WO2000017741A1 - Procede de teletransfert entre unites a fichier - Google Patents

Description

明 細 書 ファイルュニッ ト間のリモー 卜転送方法 技術分野 - ユーザデータを扱うファイルシステムにおいて、 万一、 災害が発生し てメインとなる記憶媒体 （プライマリサイ 卜） が使用不能に陥っても、 災害発生時までにプライマリサイ 卜に書き込まれていたユーザデータを 失うことなく、 即座に別のシステムに切り換えて運用を再開しなければ ならない場合がある。 そのために、 プライマリファイルユニッ トのデ一 夕を二重化させデータの損失を防ぐべく、 セカンダリファイルュニッ 卜 を用意して、 データの更新時には何らかの手法によりこれら 2台のファ ィルュニッ 卜のデータ更新を行なうことが必要になる。

本発明は、 上位装置がプライマリファイルュニッ 卜に対しデータ更新 (書込） を行なった場合に、 プライマリファイルユニッ トと同じデータ 更新をセカンダリファイルュニッ トでも行なうべく、 更新データ （書込 データ） をプライマリファイルュニッ 卜からセカングリフアイルュニッ 卜へ転送するリモー卜転送方法に関する。 背景技術

一般に、 データの二重化を行なうために大きく 2つの手法がある。 一つは、 図 8に示すように、 上位装置 1が 2台のファイルュニッ 卜 2 Aおよび 2 Bに対して同時に書込を行なうことにより、 データの二重化 を実現する手法である。 このような手法により、 2つのファイルュニッ 卜 2 A， 2 Bにおけるデータ等価性を保証することができる。

もう一つは、 図 9に示すように、 フアイルュニッ 卜 （F C U ) 2 C , 2 D間を通信可能に接続し、 上位装置 1がー方のファイルュニッ ト （プ ライマリファイルュニッ 卜） 2 Cのデータ更新 （書込） を行なった場合 に、 その更新データ （書込データ） をプライマリファイルュニッ 卜 2 C からセカンダリフアイルュニッ 卜 2 Dへ転送することにより、 デ一夕の 二重化を実現する手法である。 この手法によっても、 2つのファイルュ- ニッ ト 2 C， 2 Dにおけるデータ等価性を保証することができる。

なお、 上述のようなプライマリファイルュニッ 卜 2 Cからセカンダリ ファイルュニッ 卜 2 Dへのデータ転送のことをリモート転送と呼ぶ。 ま た、 ファイルユニッ トのことを、 ファイル制御装置 （F C U :File Cont rol Unit) という場合もある。

前者の手法では、 上位装置 1が 2台のファイルュニッ 卜 2 A , 2 Bに 対して同時に書込を行なうことにより、 ファイルユニッ ト 2 A， 2 Bは 特別な処理を行なうことなくデータの二重化を実現することができる。 これに対し、 後者の手法では、 プライマリファイルユニッ ト 2 Cがセカ ンダリファイルュニッ ト 2 Dへデータ転送を行なうことにより、 上位装 置 1は、 特別な処理を行なうことなく、 1台の記憶装置 （プライマリフ アイルュニッ 卜 2 C ) だけを意識して通常通りのデータ書込を行なえば、 データの二重化を実現することができる。

上位装置 1では、 本来の業務のための処理が行なわれており、 元々負 荷が大きいため、 前者の手法のごとく上位装置 1がセカンダリファイル ユニッ ト 2 Dのデータ書込を行なうと、 上位装置 1に対してさらなる負 荷をかけることになつてしまい好ましくない。 つまり、 前者の手法では、 上位装置 1は、 2台のファイルユニッ ト 2 A , 2 Bに対して同時にデ一 タ書込を行なうために、 常にデータの二重化を意識して動作し、 特別な ィ ンタフヱース処理等を行なう必要がある。

そこで、 近年、 後者の手法を採用し、 上位装置 1は、 プライマリファ ィルュニッ ト 2 Cのみに対してデータ更新を行ない、 データ二重化のた めのセカンダリフアイルュニッ 卜 2 Dへのリモート転送処理をプライマ リファイルュニッ 卜 2 Cに任せる場合が一般的になっている。 この場合、 上位装置 1は、 データ二重化のために特別な処理を行なう必要がなく、 1台のファイルュニッ ト 2 Cに対して通常通りのデータ更新を行なえば プライマリファイルュニッ 卜 2 C力 セカンダリファイルュニッ ト 2 D の上位装置として機能し、 このセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dへのデ 一夕転送/更新を行ない、 データの二重化が行なわれる。

後者の手法を適用されたシステムの構成および同システムで用いられ るファイルユニッ ト 2 C , 2 Dの詳細構成について、 図 1 0を参照しな がら詳細に説明する。

図 1 0に示すように、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cおよびプライ マリファイルユニッ ト 2 Dは、 同じ構成であり、 いずれも C A CChannel Adapter) 1 1 , R M (Resource Manager) 1 2 , T S (Table Storage) 1 3 , R A (Remote Adapter) 1 4， C F E (Cache Function Engine) 1 5， キャ ッシュメモリ 1 6， D A (Device Adapter) 1 7 , コマン ドバス 1 8， データバス 1 9および物理デバィス 2 0を有して構成されている。 ここで、 C A 1 1は、 インタフェース 2 1を介して上位装置 1 とのィ ンタフニース制御を担当するモジュールであり、 R M 1 2は、 基本動作 に関する資源管理を担当するモジュールであり、 T S 1 3は、 資源管理 用のテーブルとして使用されるメモリである。

また、 R A 1 4は、 イ ンタフェース 2 2を介してファイルュニッ 卜 2 Cまたは 2 Dとのデータの送受信を担当するモジュールであり、 C F E 1 5は、 キャッシュメモリ 1 6の管理を担当するモジュールであり、 D A 1 7は、 磁気ディスク装置 2 0 aである物理デバイス 2 0とのィンタ フェース制御を担当するモジュールである。 なお、 キャッシュメモリ 1 6にはモジュール間通信エリア 1 6 aが付設されている。 この通信エリ ァ 1 6 aは、 ファイルユニッ ト 2 C， 2 Dをなすモジュール 1 1 , 1 4， 1 7の間で送受信すべきデータを一時的に格納するためのものである。 さらに、 コマンドバス 1 8は、 CA 1 1， RM 1 2 , R A 1 4 , C F E l 5， DA 1 7の間でコマンドのやり取りを行なうためのものであり—、 データバス 1 9は、 C A 1 1 , R A 1 4 , C F E 1 5 , キャッシュメモ リ 1 6， DA 1 7の間でデータのやり取りを行なうためのものである。 なお、 図 1 0では、 上位装置 1が 2つのチャネル 1 aを有するととも に、 各ファイルュニッ 卜 2 C， 2 Dカ^ 2つの CA 1 1と、 2つの RA 1 4と、 4つの D A 1 7とを有し、 物理デバイス 2 0として 4台の磁気 ディスク装置 2 0 aを有する場合を示している。

そして、 上位装置 1には、 インタフェース 2 1を介してプライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cが接続されるとともに、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cには、 インタフェース 2 2を介してセカンダリファイルュニッ ト 2 Dが接続されている。 インタフヱ一ス 2 1は、 上位装置 1のチャネル 1 aとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1との間を接続すると ともに、 インタフェース 2 2は、 プライマリフアイルュニッ 卜 2 Cの R A 1 4とセカンダリフアイルュニッ ト 2 Dの R A 1 4との間を接続して いる。

これらのインタフヱ一ス 2 1および 2 2としては、 いずれも同じもの、 例えば E S CONィン夕フェースが用いられている。 プライマリファイ ルュニッ ト 2 Cは、 その R A 1 4からセカンダリファイルュニッ 卜 2 D の R A 1 4に対してチャネルと同様のシーケンスでアクセスできる機能 を有している。 つまり、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Dの RA 1 4は、 上位装置 1のチャネル 1 aとプライマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1との間で行なわれるシーケンスと同様にして、 セカンダリファイルュ ニッ ト 2 Cの R A 1 4に対してコマンドの発行を行なえるように構成さ れている。

なお、 C A 1 1のハードウエアと R A 1 4のハ一ドウエアとは基本的 に同じである。 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの R A 1 4は、 前述し た通り、 チャネルと同等の動作を行なっている。 このため、 セカンダリー ファイルュニッ 卜 2 Dの R A 1 4としては、 特別な機能を有するものを そなえる必要はなく、 通常のチャネル 1 aと接続される C A 1 1として の機能を有するものをそなえればよい。

ところで、 上位装置 1がプライマリファイルュニッ 卜 2 Cに対してデ —タを書き込む場合、 そのデータは、 レコード単位で上位装置 1からプ ライマリファイルュニッ 卜 2 Cへ転送され、 キャッシュメモリ 1 6に一 時的に書き込まれる。 そして、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cのキヤ ッシュメモリ 1 6に、 書込対象の磁気ディスク装置 2 0 aの 1 トラック 分のデータが書き込まれると、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dへのリ モート転送が行なわれた後、 プライマリファイルユニッ ト 2 Cの磁気デ ィスク装置 2 0 aへのデータ書込が行なわれる。

図 1 1は、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dへ転送すべく且つ物理デ ノ イス 2 0に書き込むべく、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cのキヤッ シュメモリ 1 6に一時的に書き込まれる 1 卜ラック分のデータの構成例 を示す図である。 この図 1 1に示すように、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dへ送り出される 1 トラック分のデータは、 先頭の制御情報フィ一 ルドと、 複数個 （図 1 1では N個） のレコー ドフィールドとから構成さ れている。

上位装置 1から 1つのライ トコマンドを受けたプライマリファイルュ ニッ ト 2 Cでは、 キャッシュメモリ 1 6に 1つのレコードフィ一ルド力く 書き込まれると同時に、 先頭の制御情報フィールドにおける制御情報の 更新が必ず行なわれる。 1つの C C W CChannel Command Word)を成す複 数のコマンドが、 連続的に上位装置 1からプライマリファイルュニッ ト 2 Cに送られてくると、 コマンドを受け付ける都度、 制御情報が更新さ れる。 これにより、 1 トラック分の転送データに含まれるレコードの数 など、 転送/書込に必要な制御情報が作成されて制御情報フィールドにー 書き込まれる。 なお、 1つの C C Wは、 複数のコマンドが結合して成る もので、 一連のデバイスアクセスを行なう単位である。

従来、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cからセカンダリファイルュニ ッ ト 2 Dへのリモ一卜転送や、 キャッシュメモリ 1 6から物理デバィス 2 0へのデータ書込は、 必ずトラック単位で行なわれている。 上述のよ うに、 1つの制御情報内には同一卜ラックを成す 1以上のレコ一ドにつ いての制御情報が格納されており、 上位装置 1が該当卜ラックに対する ライ ト処理を全て完結すると、 そのトラックについての制御情報が確立 される。 従って、 上位装置 1からの複数のライ 卜コマンドにより 1 トラ ック分のデータをキヤッシュメモリ 1 6に書き込んでそのトラックを完 成してから、 その卜ラックのデータを、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cからセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dに対して送出し、 プライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cの物理デバイス 2 0に書き込んでいる。

次に、 上述のごとく構成されたシステム （図 1 0参照） によって行な われる、 リモート転送手順について、 図 1 2を参照しながら説明する。 この図 1 2は、 上位装置 1からプライマリファイルュニッ ト 2 Cへのデ 一夕書込に伴う、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cからセカンダリファ ィルュニッ 卜 2 Dへのリモー卜転送の一連の流れを説明するためのシ一 ケンス図である。 なお、 以下の説明および図 1 2中では、 プライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cにおける R Aを R A ( P ) と記し、 セカンダリファ ィルニッ 卜 Dにおける R Aを R A ( S ) と記す。 また、 図 1 2中では、 チャネル 1 aを CHとして表記している。

この図 1 2に示す例では、 1 トラック分のデータをプライマリフアイ ルュニッ 卜 2 Cに書き込むために、 上位装置 1のチャネル 1 aから n個 のライ トコマンド C CW 1〜C CWnが送信されてきている。 なお、 こ れら n個のライ 卜コマンド C CWl〜C CWnにより 1つの C CWが^" 成されている。

最初のライ 卜コマンド C C W 1力く、 チャネル 1 aから C A 1 1に送信 され （矢印 A 1 1参照） 、 この C A 1 1は、 C CW 1を受け付けると、 チャネル 1 aに対し、 ライ トコマンド C CW 1を受け付けたことを通知 する （矢印 A 1 2参照） 。 この通知を受けた上位装置 1は、 書込データ を C A 1 1に送信する （矢印 A 1 3参照） 。 C A 1 1は、 チャネル 1 a から受信したデータをキヤッシュメモリ 1 6に書き込んでから （矢印 A 1 4参照） 、 正常終了をチャネル 1 aに通知する （矢印 A 1 5参照） 。 以下同様にして、 C A 1 1力 ライ 卜コマンド C CWnについてのデ —夕のキャッシュメモリ 1 6への書込を完了すると （矢印 A 1 5〜A 2 4参照） 、 現在処理されたコマンドに関する情報を、 RA (P) 1 4に 通知すべく、 キャッシュメモリ 1 6の通信エリア 1 6 aに書き込む （矢 印 A 2 5参照） 。

この後、 C A 1 1は、 リモー 卜転送に用いるべき R A (P) 1 4の割 当を RM 1 2に要求する （矢印 A 2 6， A 2 7参照） 。 RM 1 2によつ て割り当てられた R A (P) 1 4は、 キャッシュメモリ 1 6の通信ェリ ァ 1 6 aの情報を参照し （矢印 A 28 参照） 、 前記コマンド C C W 1〜 C CWnとは別の R A間専用コマンド C CWxを、 R A (S) 1 4に対 して発行することにより （矢印 A 2 9参照） 、 RA (P) 1 4と RA (S) 1 4との間の通信を確立させる。

通信が確立されると、 RA (S) 1 4は、 RA (P) 1 4に対し、 コ マンド C CWxを受け付けたことを通知し （矢印 A 3 0参照） 、 この通 知を受けた RA (P) 1 4は、 図 1 1にて前述したように更新された制 御情報をキャッシュメモリ 1 6から読み込むことにより、 所定のデータ をキャッシュメモリ 1 6から読み出し （矢印 A 3 1参照） 、 R A (S) 1 4へ転送する （矢印 A 3 2参照） 。 - そして、 RA (S) 1 4は、 RA (P) 1 4から受信したデータをキ ャッシュメモリ 1 6に書き込んでから、 正常終了を R A (P) 1 4に通 知する （矢印 A 3 3参照） 。 その正常終了は、 RA (P) 1 4から通信 エリア 1 6 aを介して C A 1 1に通知され （矢印 A 3 4参照） 、 この C A l l力く、 一連のコマンド C CW 1〜C CWnについての処理を正常に 終了した旨をチャネル 1 aに対して通知する （矢印 A 3 5参照） 。

このような処理を終えた後、 図 1 2では図示しないが、 プライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cでは、 D A 1 7により、 キャッシュメモリ 1 6に保 持されているデータが物理デバイス 2 0に書き込まれるとともに、 セカ ンダリフアイルュニッ ト 2 Dでも、 D A 1 7により、 キヤッシュメモリ 1 6に保持されているデータが物理デバイス 2 0に書き込まれ、 プライ マリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとによる デ一夕の二重化が実現される。

ところで、 図 1 3に矢印 A 1 1〜A 3 2で示すように、 図 1 2と同様 の手順で RA (S) 1 4へのデータ転送を開始してからセカンダリファ ィルュニッ 卜 2 D側で何らかの障害が発生した場合に、 上位装置 1が行 なうリカバリ処理について図 1 3を参照しながら説明する。 この図 1 3 は、 プライマリフアイルュニッ 卜 2 Cからセカンダリフアイルュニッ ト 2 Dへのリモー卜転送に際して、 障害が発生して上位装置 1がリカバリ 処理を行なう場合の一連の流れを説明するためのシーケンス図である。 なお、 図 1 3において、 図 1 2中の符号と同一の符号を付された矢印 は、 同一の動作を行なっていることを示しているので、 その説明は省略 する。 また、 図 1 3において、 ダッシュ （' ) 付き符号を付与された矢 印は、 上位装置 1によるリ力バリ処理に伴う動作であることを示してい る。 つまり、 図 1 3中に矢印 A 1 〜A 3 5' で示す動作は、 それぞ れ、 図 1 2中に矢印 A 1 1〜A 3 5で示す動作のリ力バリ動作である。 - 図 1 3に示すように、 RA (S) 1 4へのデータ転送を開始してから セカンダリフアイルュニッ 卜 2 D側で何らかの障害が発生すると、 R A (S) 1 4は、 異常終了を RA (P) 1 4に通知する （矢印 A 3 6参 照） 。 この異常終了は、 RA (P) 1 4から通信エリア 1 6 aを介して C A 1 1に通知され （矢印 A 3 7参照） 、 この C A 1 1カ、 一連のコマ ンド C CW 1〜C CWnについての処理の異常終了をチャネル 1 aに対 して通知する （矢印 A 3 8参照） 。

このようにして異常終了の通知を受けた上位装置 1は、 リカバリ処理 を開始する。

通常、 上位装置 1は、 複数のコマンド C CWl〜C CWnからなる 1 つの C CWに対してリ力バリ処理を行なうため、 その C CWの最終コマ ンド C CWnにおける正常終了通知が上位装置 1に返らなければ、 コマ ンド単位では正常終了を通知されていても、 その C CWに関する全ての コマンド C CW 1〜C CWnは正常終了と見なされない。

従って、 何らかの障害によりプライマリファイルュニッ ト 2 Cが C C W処理中にエラ一発生 （つまり異常終了） を上位装置 1に対して通知し た場合、 上位装置 1は、 エラーが発生した C CWを先頭コマンド C CW 1から発行し直すリカバリ処理を実行することになる。 つまり、 図 1 3 に矢印 A 1 〜A 3 5' で示すように、 上位装置 1は、 コマンド C C W 1〜C CWnを再発行し、 上位装置 1とプライマリファイルュニッ ト 2 Cとの間、 および、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリフ アイルュニッ 卜 2 Dとの間で、 図 1 2と同様の処理が再度実行される。 ここで、 図 1 4を参照しながら、 図 1 3により前述した、 上位装置 1 によるリカバリ処理について、 さらに説明する。 図 1 4は、 従来のリモ 一ト転送手順と障害発生時の上位装置 1によるリ力バリ処理手順との具 体例を簡易的に示すシーケンス図である。 なお、 図 1 4では、 各矢印に一 符号は付さず、 図 1 3にて前述した手順が大まかに示されている。 つま り、 コマンドの転送， 正常/異常終了の通知， リモート転送を示す矢印 のみ図示されている。

この図 1 4では、 上位装置 1力 5つのライ トコマンド A〜Eからなる C C Wを発行する例が示されている。 上位装置 1が 4つのライ トコマン ド A〜Dをプライマリフアイルュニッ ト 2 Cへ発行し、 これらのライ 卜 コマンド A〜Dによってデータがプライマリファイルュニッ ト 2 Cのキ ャッシュメモリ 1 6に書き込まれる都度、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cから上位装置 1に対しては正常終了の通知が行なわれる。

そして、 5つ目のライ トコマンド Eによってデータがプライマリファ ィルュニッ ト 2 Cのキヤッシュメモリ 1 6に書き込まれ、 1 トラック分 のデータが完成すると、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cからセカンダ リファイルュニッ 卜 2 Dへのリモ一ト転送が開始される。 ライ トコマン ド Eによるデータ書込の直後には正常終了の通知は行なわれない。 リモ 一卜転送後にセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dからプライマリファイル ユニッ ト 2 Cに対して通知された正常/異常終了の情報が、 ライ トコマ ンド Eについての正常 Z異常終了の情報として、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cから上位装置 1に対して通知される。

従って、 リモー卜転送後にセカンダリファイルュニッ ト 2 D側で何ら かの障害が発生し、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dからプライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cに対して異常終了が通知されると、 プライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cは、 上位装置 1に対して異常終了を通知する。

このとき、 上位装置 1からは、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cしか 見えておらず、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dは全く見えていない。 このため、 上位装置 1において、 プライマリファイルュニッ 卜 2じから 受けた異常終了通知は、 実際にはセカンダリファイルユニッ ト 2 Dで 障害に起因するものであっても、 プライマリファイルュニッ 卜 2じでの 障害に起因するものであると認識される。

そして、 前述した通り、 上位装置 1は、 5つのコマンド A〜Eからな る 1つの C C Wに対してリカバリ処理を行なうため、 その C C Wの最終 コマンド Eに対して異常終了を通知されると、 コマンド A〜Dに対して は正常終了を通知されていても、 その C C Wに関する全てのコマンド A 〜Eを異常終了と見なし、 図 1 4に示すように、 異常終了した C C Wを 先頭コマン ド Aから発行し直す。

図 1 5には、 上位装置 1からプライマリファイルュニッ ト 2 Cへコマ ンド Eを発行した時点でプライマリファイルュニッ ト 2 Cにおいて障害 等が発生し、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cが上位装置 1に対して異 常終了を通知した場合の、 従来のリカバリ処理手順の具体例 （シ一ゲン ス図） が示されている。 なお、 図 1 5でも、 図 1 4に示した例と同様に 上位装置 1が 5つのライ トコマンド A〜Eからなる C C Wを発行する例 が、 図 1 4と同等のレベルで示されている。

この図 1 5に示すように、 上位装置 1は、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cで障害が発生してもセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dで障害が発 生しても、 同じリカバリ処理を行なっている。 結局、 図 1 4に示すごと くセカンダリファイルュニッ ト 2 Dで障害が発生した場合であつても、 上位装置 1は、 図 1 5に示すごとくプライマリファイルュニッ ト 2じで 障害が発生しているものと認識してリ力バリ処理を行なっている。 ところで、 図 1 4や図 1 5に示す処理例では、 コマンド A〜Dによる データ書込は正常に終了しているので、 リカバリ処理に際して、 コマン ド Eのみを発行しコマンド Eによるデータ書込のみを行なえば十分では ないかと考えられる。 しかし、 図 1 1を参照して前述したように、 一 C C Wを成す 5つのコマンド A〜Eにより制御情報を順次更新しながら 卜- ラックデータを作成する必要があるため、 コマンド Eのみを単独で発行 しても正常なデータ書込 （トラックデータの作成） を行なうことができ ない。 特に、 コマンド Aにはデータ書込先の位置付け情報が含まれてい るため、 コマンド Aの再発行は必ず必要になる。

従って、 従来のリカバリ処理では、 最終のコマンド Eによるデータ書 込のみを行なうことはできず、 図 1 4や図 1 5に示すごとく、 正常終了 したコマンドについても再度発行して同じデータを再度書き込む必要が あり、 リカバリ処理に時間を要している。 なお、 図 1 5や図 1 6に示し た手順で例えばコマンド Cの処理時に障害が発生して異常終了した場合 も、 リカバリ処理は、 C C Wを先頭コマンド Aから発行し直することに より行なわれる。

そこで、 図 1 5に示すごとく上位装置 1がプライマリファイルュニッ 卜 2 Cを対象としてリ力バリ処理を行なう際、 コマンドをモディフアイ することにより リカバリ処理手順を一部簡略化することも考えられる。 図 1 6はリカバリ処理手順を簡略化した例を示すシーケンス図であり、 この図 1 6でも、 図 1 4に示した例と同様に上位装置 1が 5つのライ 卜 コマンド A〜Eからなる C C Wを発行する例が、 図 1 4と同等のレベル で示されている。 図 1 6に示すように、 上位装置 1からプライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cへ最終のコマンド Eを発行した時点でプライマリファ ィルュニッ ト 2 Cにおいて障害等が発生した場合を考える。

この場合、 リカバリ処理に際して、 上位装置 1は、 正常終了通知に基 づきコマンド A〜Dについては正常終了したことを認識できるので、 コ マンド A〜Dをモディフアイすることにより、 データ書込先の位置付け 情報を含み且つトラック先頭に所定の制御情報を形成しうるコマンド A ' を作成する。 そして、 このコマンド A ' を、 プライマリファイルュニ ッ 卜 2 Cに対して発行した後、 コマン ド Eをプライマリファイルュニッ - 卜 2 Cに対して発行する。 つまり、 ライ トコマンド A〜Dは正常にブラ ィマリファイルュニッ 卜 2 Cに書き込まれたものとして、 上位装置 1は、 エラーが発生して異常終了したコマンド Eからライ ト処理を再開しうる 新たな C C Wを、 2つのコマン ド A ' および Eにより作成して発行する。

これにより、 5つのコマンド A〜Eの全てを再発行することなく、 2 つのコマンド A ' および Eの発行によってリカバリ処理を実行でき、 セ カンダリファイルュニッ 卜 2 Dおよびプライマリファイルュニッ 卜 2 C の物理デバイス 2 0の所定位置には、 コマンド A〜Eによる 卜ラックデ —夕が書き込まれる。

ところが、 リモート転送後にセカンダリファイルユニッ ト 2 D側で何 らかの障害が発生したことに対応したリ力バリ処理を図 1 6に示す手順 で行なうと、 下記のような問題が生じる。 ここで、 図 1 7は、 従来のリ モー卜転送に際して障害が発生し、 上位装置 1が図 1 6に示す手順でリ 力バリ処理を行なう場合の具体例を示すシーケンス図であり、 図 1 7で も、 図 1 4に示した例と同様に上位装置 1が 5つのライ トコマン A〜 Eからなる C C Wを発行する例が、 図 1 4と同等のレベルで示されてい 図 1 7に示すように、 リモ一ト転送後におけるセカンダリファイルュ ニッ ト 2 D側での障害に起因して、 上位装置 1が図 1 6に示す手順でリ 力バリ処理を行なった場合、 正常終了したコマン ド A〜Dにより指示さ れたデータは、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dヘリモー卜転送されず、 リカバリ処理によりセカンダリフアイルュニッ 卜 2 Dヘリモート転送さ れる 卜ラックデータは、 2つのコマンド A ' および Eから成る C C Wで 指示されたものだけとなってしまう。

このため、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの物理デバイス 2 0には、 コマンド A〜Eによるデータが保存されるのに対して、 セカンダリファ- イルユニッ ト 2 Dの物理デバイス 2 0には、 コマンド A ' および Eによ るデータしか存在せず、 コマンド A〜Dによるデータが存在しない。 従 つて、 エラ一リカバリ時にデータを二重化できなくなり、 プライマリフ アイルュニッ ト 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとにおけるデー 夕の等価性を保証できなくなる。

本発明は、 このような課題に鑑み創案されたもので、 上位装置がリカ バリ処理に際しコマンドの一部をモディ フアイしてリ力バリ処理の簡略 化を行なったとしてもデータの二重化を実現できるようにして、 2つの ファイルュニッ 卜でのデータの等価性を確実に保証した、 ファイルュニ ッ ト間のリモ一ト転送方法を提供することを目的とする。 発明の開示

上記目的を達成するために、 本発明のファイルュニッ 卜間のリモート 転送方法は、 上位装置に接続され該上位装置によりデータ更新されるプ ライマリファイルュニッ 卜と、 該プライマリファイルュニッ 卜に接続さ れ該プライマリファイルュニッ トによりデータ更新されるセカンダリフ アイルュニッ 卜とをそなえたファイルシステムにおいて、 該上位装置が、 書込開始位置情報をデータとして転送するための書込動作指示コマンド を該プライマリファイルュニッ 卜に対して発行した後、 該書込動作指示 コマンドとともに一つのライ 卜アクセス単位を構成する一連のライ 卜コ マンドを、 一つずっ該プライマリファイルュニッ 卜に対して順次発行し、 該プライマリファイルュニッ 卜に対しデータ書込を行なう場合、 該上位 装置により該プライマリファイルュニッ 卜に対して行なわれたデータ書 込と同じデータ書込を該セカンダリファイルュニッ 卜に対しても行なう ための、 該プライマリファイルュニッ 卜から該セカンダリファイルュニ ッ 卜へのリモー ト転送方法であって、 該プライマリフアイルュニッ 卜力- 該上位装置から該書込動作指示コマン ドを受け付けると、 該プライマリ ファイルュニッ 卜から該セカンダリファイルュニッ 卜に対し、 該書込動 作指示コマンドと同様のコマンドを発行して書込開始を指示してから前 記書込開始位置情報をデータとして転送し、 該書込動作指示コマンド以 降、 該プライマリファイルュニッ トが該上位装置から該一連のライ トコ マンドを一つ受け付ける都度、 該プライマリファイルュニッ 卜から該セ カンダリファイルュニッ 卜に対し、 当該ライ トコマンドと同様のコマン ドを発行して書込を指示してから当該ライ トコマンドにより書き込むベ きデータを転送し、 当該ライ トコマンドにより該プライマリファイルュ ニッ 卜に書き込まれたデータが該セカンダリファイルュニッ 卜にも正常 に書き込まれたことを該プライマリファイルュニッ 卜が確認すると、 当 該ライ トコマンドによる書込を正常に終了した旨を、 該プライマリファ ィルュニッ 卜から該上位装置に対して通知することを特徴としている。 このとき、 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該プライマリファ ィルュニッ 卜において、 該プライマリファイルュニッ トと該上位装置と を一時的に切り離すべき要因が発生した場合、 該プライマリファイルュ ニッ 卜から該上位装置に対して切り離れ要求を発行して該プライマリフ アイルュニッ トと該上位装置とを一時的に切り離すとともに、 該プライ マリフアイルュニッ 卜から該セカンダリフアイルュニッ 卜に対しても切 り離れ要求を発行して該プライマリファイルュニッ トと該セカンダリフ アイルュニッ 卜とを一時的に切り離し、 該プライマリファイルュニッ 卜 における前記要因を解消した後、 該プライマリファイルュニッ 卜からの 再結合要求に応じて、 該プライマリファイルュニッ トと該上位装置とを 再結合するとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜と該セカンダリフ アイルュニッ 卜とを再結合する。

また、 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該セカンダリファイル- ュニッ 卜において、 該セカンダリファイルュニッ トと該プライマリファ ィルュニッ 卜とを一時的に切り離すべき要因が発生した場合、 該セカン ダリファイルュニッ 卜から該プライマリファイルュニッ 卜に対して切り 離れ要求を発行して該セカンダリファイルュニッ 卜と該プライマリファ ィルュニッ 卜とを一時的に切り離すとともに、 該切り離れ要求を受けた 該プライマリファイルュニッ 卜から該上位装置に対して切り離れ要求を 発行して該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを一時的に切り 離し、 該セカンダリファイルュニッ 卜における前記要因を解消した後、 該セカンダリファイルュニッ 卜からの再結合要求に応じて、 該セカンダ リファイルュニッ トと該プライマリファイルュニッ 卜とを再結合すると ともに、 該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを再結合する。 さらに、 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該プライマリフアイ ルュニッ 卜において、 該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを 一時的に切り離すべき要因が発生すると同時に、 該セカンダリファイル ュニッ 卜において、 該セカンダリフアイルュニッ 卜と該プライマリファ ィルュニッ 卜とを一時的に切り離すべき要因が発生した場合、 該プライ マリファイルュニッ 卜から該上位装置に対する切り離れ要求を、 該セカ ンダリファイルュニッ 卜から該プライマリファイルュニッ トに対する切 り離れ要求よりも優先し該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置と を一時的に切り離すとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜から該セ カンダリファイルュニッ 卜に対しても切り離れ要求を発行して該プライ マリファイルュニッ トと該セカンダリフアイルュニッ 卜とを一時的に切 り離し、 該プライマリファイルュニッ 卜における前記要因を解消した後、 該プライマリファイルュニッ 卜からの再結合要求に応じて、 該プライマ リファイルュニッ トと該上位装置とを再結合するとともに、 該プライマ リファイルュニッ 卜と該セカンダリファイルュニッ 卜とを再結合してか- ら、 該セカンダリファイルュニッ 卜から該プライマリファイルュニッ 卜 に対して切り離れ要求を発行して該セカンダリファイルユニッ トと該プ ライマリファイルュニッ 卜とを一時的に切り離すとともに、 該切り離れ 要求を受けた該プライマリファイルュニッ 卜から該上位装置に対して切 り離れ要求を発行して該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを 一時的に切り離し、 該セカンダリファイルュニッ 卜における前記要因を 解消した後、 該セカンダリファイルュニッ 卜からの再結合要求に応じて、 該セカンダリファイルュニッ トと該プライマリファイルュニッ トとを再 結合するとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを再 結合する。

同様に、 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該プライマリフアイ ルュニッ 卜において、 該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置とを 一時的に切り離すべき要因が発生すると同時に、 該セカンダリファイル ュニッ 卜において、 該セカンダリファイルュニッ 卜と該プライマリファ ィルュニッ 卜とを一時的に切り離すべき要因が発生した場合、 該プライ マリファイルュニッ 卜から該上位装置に対する切り離れ要求を、 該セカ ンダリファイルュニッ 卜から該プライマリファイルュニッ 卜に対する切 り離れ要求よりも優先し該プライマリファイルュニッ 卜と該上位装置と を一時的に切り離すとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜から該セ カンダリファイルュニッ 卜に対しても切り離れ要求を発行して該プライ マリファイルュニッ 卜と該セカンダリフアイルュニッ 卜とを一時的に切 り離し、 該プライマリファイルュニッ 卜における前記要因の解消と該セ カングリフアイルュニッ 卜における前記要因の解消とを同時に実行した 後、 該プライマリファイルュニッ 卜からの再結合要求に応じて、 該プラ イマリファイルュニッ トと該上位装置とを再結合するとともに、 該プラ イマリファイルュニッ 卜と該セカンダリファイルュニッ トとを再結合し- てもよい。

なお、 前記一連のライ トコマンドを一つ受け付ける都度、 該プライマ リファイルュニッ 卜から該セカンダリファイルュニッ 卜に対し、 当該ラ イ トコマンドと同様のコマンドを発行して書込を指示してから当該ライ トコマンドにより書き込むべきデータを転送する際に、 該プライマリ ファイルュニッ 卜から該セカンダリファイルュニッ 卜に対して当該ライ トコマンドと同様のコマンドを発行して該プライマリファイルュニッ 卜 と該セカンダリファイルュニッ 卜との間のコマンド受付処理と、 該プラ ィマリファイルュニッ 卜において該上位装置から当該ライ トコマンドに より書き込むべきデータを受領するデータ受領処理とを同時に実行し、 当該データの受領を完了すると同時に当該データを該プライマリフアイ ルュニッ 卜から該セカンダリフアイルュニッ 卜に対して転送してもよい。 また、 該書込動作指示コマンドに続く最初のライ トコマンドのデータ を該上位装置から該プライマリファイルュニッ 卜へ転送する処理と、 該 プライマリファイルュニッ 卜から該セカンダリファイルュニッ 卜へ該最 初のライ トコマンドのデータ転送を開始するまでに該プライマリフアイ ルュニッ 卜と該セカンダリファイルュニッ 卜との間で完了させておくべ き受付処理とを並列的に行なってもよい _ό

このように、 本発明のファイルュニッ 卜間のリモ一卜転送方法によれ ば、 以下のような効果ないし利点を得ることができる。

〔 1〕 書込動作指示コマンドとこれに続く一連のライ トコマンドとに より構成される一つのライ 卜アクセス単位 （例えば C C W) を実行する 際に、 コマンド毎に、 プライマリファイルュニッ 卜からセカンダリファ ィルュニッ 卜へのリモート転送が行なわれ、 コマンド毎に書込データを 確実に二重化することができる。 これにより、 一連のライ 卜コマンドの 処理中に何らかの障害が発生した場合、 障害発生時の発行コマンド以 fi に発行されたライ トコマンドによる書込データは確実に二重化されてい る。 従って、 その障害に対処すべく上位装置がリカバリ処理を行なう際 に、 コマンドの一部をモディファイしてリカバリ処理を簡略化し、 障害 発生時の発行コマンド以降のライ トコマンドを発行してリ力バリ処理を 行なったとしても、 従来のような不具合は発生することなく、 2つのフ アイルュニッ トにおけるデータの等価性が確実に保証されることになる。

〔2〕 プライマリファイルュニッ 卜において切り離し要因が発生した 際には、 その要因が解消されるまで、 プライマリファイルユニッ トと上 位装置との間だけでなく、 プライマリファイルュニッ トとセ力ンダリフ アイルユニッ トとの間も一時的に切り離されるので、 セカンダリファイ ルュニッ トゃ上位装置は、 要因解消を待ち続けることなく他の処理を実 行することが可能になり、 効率よく稼働することができる。

〔 3〕 セカンダリファイルュニッ 卜において切り離し要因が発生した 際には、 その要因が解消されるまで、 セカンダリファイルュニッ 卜とプ ライマリファイルュニッ 卜との間だけでなく、 プライマリファイルュニ ッ 卜と上位装置との間も一時的に切り離されるので、 プライマリフアイ ルュニッ 卜や上位装置は、 要因解消を待ち続けることなく他の処理を実 行することが可能になり、 効率よく稼働することができる。

〔4〕 プライマリファイルュニッ 卜およびセカンダリファイルュニッ 卜において切り離し要因が同時に発生した際には、 プライマリファイル ュニッ トと上位装置との間、 および、 プライマリファイルュニッ 卜とセ 力ンダリファイルュニッ 卜との間を一時的に切り離した後、 プライマリ ファイルュニッ 卜の切り離し要因を優先的に解消してからセカンダリフ アイルュニッ 卜の切り離し要因を解消する。 これにより、 プライマリフ アイルュニッ トとセ力ンダリファイルュニッ 卜で切り離し要因が同時に 発生した場合にも対応することができる。 - 〔 5〕 プライマリファイルュニッ 卜およびセカンダリフアイルュニッ 卜において切り離し要因が同時に発生した際、 プライマリファイルュニ ッ 卜の切り離し要因の解消とセカンダリファイルュニッ 卜の切り離し要 因を解消とを同時に行なうことにより、 プライマリファイルュニッ 卜と セカンダリファイルユニッ トとを再結合した後に、 セカンダリファイル ユニッ ト側から切り離れ要求が発生する確率を小さくすることができ、 上位装置に対して正常終了 （終了ステータス） を通知するまでの応答時 間を短縮することができる。

〔6〕 上位装置からのライ トコマンドに応じてリモー卜転送を行なう 際、 上位装置からのライ トコマンドに応じてリモ一ト転送を行なう際、 上位装置からプライマリファイルュニッ 卜へのデータ転送処理と、 ブラ イマリファイルュニッ 卜とセカンダリファイルュニッ 卜との間のコマン ド受付処理とを並列的に実行し、 データの受領を完了すると同時にその データをリモー卜転送することにより、 リモ一 卜転送処理を高速化する ことができる。

〔 7〕 最初のライ トコマンドのデータを上位装置からプライマリファ ィルュニッ 卜へ転送する処理と、 最初のライ トコマンドのデータ転送を 開始するまでにプライマリファイルュニッ トとセカンダリファイルュニ ッ 卜との間で完了させておくべき受付処理とを並列的に行なうことによ り、 リモート転送をより高速化することができる。 図面の簡単な説明

図 1は本発明の一実施形態としてのファイルュニッ 卜間のリモー卜転 送方法の手順を説明するためのシーケンス図である。

図 2は本実施形態によるリモート転送時にプライマリファイルュニッ 卜で切り離し要因が発生した場合の対処手順を説明するためのシーゲン- ス図である。

図 3は本実施形態によるリモー卜転送時にセカンダリファイルュニッ 卜で切り離し要因が発生した場合の対処手順を説明するためのシーゲン ス図である。

図 4は本実施形態によるリモ一 卜転送時にプライマリファイルュニッ 卜およびセカンダリファイルュニッ 卜で同時に切り離し要因が発生した 場合の対処手順を説明するためのシーケンス図である。

図 5は本実施形態によるリモ一 卜転送時にプライマリファイルュニッ 卜およびセカンダリファイルュニッ 卜で同時に切り離し要因が発生した 場合の対処手順の変形例を説明するためのシーケンス図である。

図 6は本実施形態によるリモー卜転送時に処理の一部を並列化した一 例を説明するためのシーケンス図である。

図 7は本実施形態によるリモート転送時に処理の一部を並列化した他 例を説明するためのシーケンス図である。

図 8は一般的なデータの二重化手法の一例を説明するためのプロック 図である。

図 9は一般的なデータの二重化手法の他例を説明するためのプロック 図である。

図 1 0は、 図 9に示す手法を適用されたシステムの構成、 および、 同 システムで用いられるファイルユニッ ト （F C U ) の詳細構成を示すブ 口ック図である。 図 1 1はプライマリファイルュニッ 卜のキャッシュメモリに一時的に 書き込まれる 1 卜ラック分のデータの構成例を示す図である。

図 1 2は図 1 0に示すシステムにおいて行なわれる、 従来のリモ一卜 転送手順 （正常終了時） について説明するためのシーケンス図である。 図 1 3は、 図 1 0に示すシステムにおいて行なわれる、 従来のリモ一- 卜転送手順と障害発生時の上位装置によるリカバリ処理手順とについて 説明するためのシーケンス図である。

図 1 4は従来のリモ一卜転送手順と障害発生時の上位装置によるリ力 バリ処理手順との具体例を簡易的に示すシーケンス図である。

図 1 5は上位装置によるプライマリファイルュニッ 卜に対する従来の リカバリ処理手順の具体例を示すシーケンス図である。

図 1 6はリ力バリ処理手順を簡略化した例を示すシーケンス図である。 図 1 7は、 従来のリモート転送に際して障害が発生し、 上位装置が図 1 6に示す手順でリ力バリ処理を行なう場合の具体例を示すシーケンス 図である。 発明を実施するための最良の形態

以下、 図面を参照して本発明の実施の形態を説明する。

〔A〕 本実施形態のリモート転送方法の説明

本発明の一実施形態としてのファイルュニッ 卜間のリモート転送方法 が適用される、 ファイルシステムやファイルユニッ ト （プライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cおよびセカンダリフアイルュニッ 卜 2 D ) などのハー ドウエアは、 図 1 0に示したものと同様であるので、 これらのファイル システムやファイルュニッ 卜 2 C， 2 Dについての詳細な説明は省略す る。

なお、 本実施形態のファイルシステムも、 図 1 0を参照しながら前述 した通り、 上位装置 1 (チャネル 1 a ) から書き込まれるデータを、 2 つのファイルュニッ ト 2 C， 2 D間でデータの等価性を保証するように 構成され、 チャネル 1 aとプライマリファイルュニッ ト 2 Cとを結ぶィ ンタフェース 2 1と同種のィンタフエース 2 2により、 プライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとが結合されてい- る

各インタフヱ一ス 2 1， 2 2 としては、 例えば E S C O Nインタフエ —スが用いられる。 また、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cは、 セカン ダリファイルュニッ 卜 2 Dに対し、 チャネル 1 aからプライマリファイ ルュニッ 卜 2 Cに対するシーケンスと同様のシーケンスでアクセスでき る機能を有している。 つまり、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの R A ( P ) 1 4は、 チャネル 1 aと C A 1 1 との間で行なうシーケンスと同 様の処理方式で、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dの R A ( S ) 1 4に 対してコマンドの発行を行なえるようになつている。 このように、 R A ( P ) 1 4はチャネル 1 aと同等の動作を行なっている。 このため、 前 述した通り、 R A ( S ) 1 4としては、 特別な機能を有するものをそな える必要はなく、 通常のチャネル 1 aと接続される C A 1 1 としての機 能を有するものをそなえればよい。

以下に説明する本発明の特徴的なリモート転送手順は、 図 1 2〜図 1 5により前述した従来のリモ一 卜転送を実現するためのソフ トウヱァ (プログラム） に、 若干の変更を施すことによって容易に実現される。 次に、 図 1〜図 7を参照しながら本発明の一実施形態としてのフアイ ルュニッ ト間のリモ一卜転送方法について説明する。

図 1は、 本発明の一実施形態としてのファイルュニッ 卜 2 C， 2 D間 のリモー卜転送方法の手順を説明するためのシーケンス図である。

本実施形態においても、 上位装置 1力 書込開始位置情報をデータと して転送するための書込動作指示コマンド（Locate Record, Seek + Sear ch ID 等） C CW 1をプライマリファイルュニッ 卜 2 Cに対して発行し た後、 この書込動作指示コマンド C CW1とともに一つのライ 卜ァクセ ス単位 （例えば、 前述した C CW) を構成する一連のライ トコマンド C CW2〜C CWmを、 一つずつプライマリファイルュニッ ト 2 Cに対し— て順次発行し、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cに対しデータ書込を行 なっている。 このような場合における、 本実施形態によるリモート転送 手順 （データ二重化手法） について以下に説明する。

図 1に示すように、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1力く、 ライ ト動作をチャネル 1 aからのコマンド C CW 1によって指示された 場合、 即ち、 コマンド C CW 1として書込動作指示コマンド受け付けた 場合 （矢印 A 5 1参照） 、 C A 1 1は、 チャネル 1 aに対し、 コマンド C CW1を受け付けたことを通知するとともに （矢印 A 5 2参照） 、 コ マンド C CW 1を通信エリァ 1 6 aに書き込み （矢印 A 5 3参照） 、 コ マンド C CW 1の実行を RM 1 2に対して指示する （矢印 A 5 4参照） 。 つまり、 C A 1 1は、 適当な R A (P) 1 4の割当 （アサイン） を RM 1 2に要求し、 これから行なおうとしているライ トコマンドの処理を受 けてセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dに対してライ 卜処理を実行する R A (P) 1 4を確保する。

ここで、 C A 1 1において、 ライ 卜動作の指示は、 コマンド C CW 1 に含まれる "Locate Record"のパラメータによって判別される。 なお、 "Locate Record"は位置付けコマンドの一例であり、 他にも "Seek + Se arch ID " 等のコマンドを用いることも可能である。

また、 最初に送られてくる書込動作指示コマンド C CW1は、 以降に 続くライ ト処理の位置決めを行なうためのものであり、 このコマンド C CW 1に付随するデータつまり書込開始位置情報は、 チャネル 1 aから C A 1 1に送られ （矢印 A 5 6参照） 、 通信エリア 1 6 aに書き込まれ る。

RM 1 2によって割り当てられた R A (P) 1 4は、 通信エリァ 1 6 aの情報を参照し （矢印 A 5 7参照） 、 コマンド C CW1を、 RA (S) 1 4に対して発行することにより （矢印 A 5 8参照） 、 R A (P) 1 4- と RA (S) 1 4との間の通信を確立させる。

通信が確立されると、 RA (S) 1 4は、 RA (P) 1 4に対し、 コ マンド C CW 1を受け付けたことを通知し （矢印 A 5 9参照） 、 この受 付通知を受けた R A (P) 1 4は、 RA (S) 1 4に対し、 書込開始位 置情報をデータとして送信する （矢印 A 6 0参照） 。 RA (S) 1 4は、 書込開始位置情報を受領すると、 正常終了を R A (P) 1 4に通知し (矢印 A 6 1参照） 、 この正常終了は、 RA (P) 1 4から通信エリア 1 6 aを介して C A 1 1に通知され （矢印 A 6 2参照） 、 この C A 1 1 が、 コマンド C CW1についての処理を正常に終了した旨をチャネル 1 aに対して通知する （矢印 A 6 3参照） 。

コマンド C CW 1の正常終了通知を受けた上位装置 1は、 続いて、 最 初のライ トコマンド C C W 2を、 チャネル 1 aからプライマリファイル ュニッ 卜 2 Cの C A 1 1へ送信する （矢印 A 6 4参照） 。 C A 1 1は、 ライ トコマンド C CW 2を受け付けると、 チャネル 1 aに対し、 ライ 卜 コマンド C CW 2を受け付けたことを通知するとともに （矢印 A 6 5参 照） 、 ライ トコマンド C CW2の実行を、 通信エリア 1 6 aを介して R A (P) 1 4に対して行なう （矢印 A 6 6参照） 。 また、 受付通知を受 けたチャネル 1 aから C A 1 1には、 ライ トコマンド C C W 2により書 き込むべきデータが送信され （矢印 A 6 7参照） 、 そのデータはキヤッ シュメモリ 1 6に書き込まれる （矢印 A 6 8参照） 。

ライ トコマンド C CW 2の実行指示を受けた R A (P) 1 4は、 ライ 卜コマンド C CW2を、 RA (S) 1 4に対して発行し （矢印 A 6 9参 照） 、 R A (S) 1 4は、 ライ トコマンド C C W 2を受け付けると、 R A (P) 1 4に対し、 ライ トコマンド C CW2を受け付けたことを通知 する （矢印 A 7 0参照） 。 この受付通知を受けた RA (P) 1 4は、 ラ イ トコマンド C CW2により書き込むベきデータをキャッシュメモリ 1— 6から読み出し （矢印 A 7 1参照） 、 そのデータを R A (S) 1 4に対 し送信する （矢印 A 7 2参照） 。 そして、 R A (S) 1 4は、 データを 受領すると、 正常終了を RA (P) 1 4に通知し （矢印 A 7 3参照） 、 この正常終了は、 R A (P) 1 4から通信エリァ 1 6 aを介して C A 1 1に通知され （矢印 A 7 4参照） 、 この C A 1 1がライ トコマンド C C W2についての処理を正常に終了した旨をチャネル 1 aに対して通知す る （矢印 A 7 5参照） 。

以下、 同様に、 ライ トコマンド C CW 2の正常終了通知を受けた上位 装置 1は、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cに対し、 一連のライ トコマ ンド C CW3〜C CWmを一つずつ順次送信する （矢印 A 7 6， A 7 7 参照） 。 各ライ トコマンド C CW3〜C CWmは、 矢印 A 6 4〜A 7 5 で示した手順と同様の手順で、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dヘリモ 一卜転送されるとともに、 各ライ 卜コマンド C CW3〜C CWmにより 書き込まれるべきデータが、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dにリモー 卜転送されて書き込まれる。 なお、 図 1において、 ライ トコマンド C C Wmについての処理を示す矢印 A 7 7〜A 8 9は、 それぞれ、 ライ トコ マンド C CW2についての処理を示す矢印 A 6 4〜A 7 5に対応してい るので、 その説明は省略する。

そして、 一つの C CWを終える際には、 このライ トアクセス単位を終 了する旨を通知するコマンド "C CW終結" を、 チャネル l aからプラ ィマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1へ送信される （矢印 A 8 9参 照） 。 C A 1 1は、 コマンド " C C W終結" を受領すると、 チャネル 1 aに対し、 コマンド "C CW終結" を受領したことを通知するとともに (矢印 A 9 0参照） 、 C CWの終了を、 通信エリァ 1 6 aを介して R A (P) 1 4に対して通知する （矢印 A 9 1参照） 。 C CW終了通知を受 けた R A (P) 1 4は、 コマンド " C C W終結" を、 R A (S) 1 4に— 対して発行し （矢印 A 9 2参照） 、 RA (S) 1 4は、 コマンド "C C W終結" を受領すると、 RA (P) 1 4に対し、 コマンド "C CW終 結" を受領したことを通知する （矢印 A 9 3参照） 。

このような処理を終えた後、 図 1では図示しないが、 プライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cでは、 D A 1 7により、 キャッシュメモリ 1 6に保持 されているデータが物理デバイス 2 0に書き込まれるとともに、 セカン ダリファイルュニッ 卜 2 Dでも、 DA 1 7により、 キャッシュメモリ 1 6に保持されているデータが物理デバイス 2 0に書き込まれ、 プライマ リファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとによるデ 一夕の二重化が実現される。

上述のごとく、 本実施形態のリモート転送方法では、 書込動作指示コ マンド C CW 1以降、 チャネル 1 aと結合している C A 1 1は、 上位装 置 1から指示されるライ トコマンド毎にプライマリファイルュニッ 卜 2 C自身での従来と同様のコマンドの処理を完了すると、 RA (P) 1 4 に対しモジュール間通信エリア 1 6 aを利用して今回処理したライ トコ マンドを通知し、 R A (P) 1 4からセカンダリフアイルュニッ 卜 2 D へのライ トコマンドのリモー卜転送の終了応答を待つことになる。 なお、 プライマリファイルュニッ ト 2 C自身での従来と同様のコマンドの処理 としては、 例えば、 ライ トコマンドの場合は上位装置 1からのデータを キャッシュメモリ 1 6に書き込み、 制御情報を更新する等の処理がある。 つまり、 RA (P) 1 4は、 モジユ ール間通信ェリア 1 6 aにチヤネ ル 1 aと結合中の C A 1 1から示された情報を基に、 同様のライ トコマ ンドをセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dに対して発行し、 該当するデ一 夕を指定されたキヤッシュメモリ 1 6の C A 1 1によって更新された制 御情報を読み込むことにより、 RA (P) 1 4の保持するバッファ中に 取り込み、 該当するライ トコマンドのデータとして送出し、 セカンダリ― ファイルュニッ 卜 2 Dの RA (S) 1 4からコマンドの終了ステータス を受け付ける。 なお、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dの R A (S) 1 4は、 C A 1 1がチャネル 1 aから受け取ったライ トコマンドについて 行なう処理と同様の処理を行なう。 RA (P) 1 4は、 受け取った終了 ステータスを、 モジュール間通信ェリア 1 6 aを用いて、 チャネル 1 a と結合中の C A 1 1に通知する。

RA (P) 1 4からセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dでのコマンド動 作の完了を示された C A 1 1は、 そのコマン ド終了ステータスが正常終 了を示しているのならば、 上位装置 1のチャネル 1 aに対して同様に正 常終了を返し、 異常終了しているのならば、 自らのライ 卜アクセスも異 常終了として上位装置 1のチャネル 1 aに報告する。 このようにして、 常に、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリフアイルュニッ 卜 2 Dとのデータのライ トコマンド単位での完全二重化が保証されること になな。

このように、 本発明の一実施形態としてのリモート転送方法によれば、 上位装置 1から行なわれる物理デバイス 2 0のアクセスに対し、 上位装 置 1から書込動作が行なわれるコマンド（Locate Record, Seek + Search ID 等） が指示された時点で、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの R A (P) 1 4が上位装置となってセカンダリフアイルュニッ ト 2 Dにコマ ンドを発行し、 チャネル 1 aから C A 1 1を通してプライマリファイル ュニッ 卜 2 Cに対して指示される各々のコマンド動作は、 プライマリフ アイルュニッ ト 2 Cから同様にセカンダリフアイルュニッ 卜 2 Dにも指 示され、 上位装置 1から発行された一つのライ トコマンドにより、 ブラ ィマリファイルュニッ 卜 2 Cに書き込まれたデータが、 同様のライ 卜コ マンドによりプライマリファイルュニッ 卜 2 Cからセカンダリファイル ユニッ ト 2 Dに受け渡され、 正常に書き込まれたことをプライマリファ- ィルユニッ ト 2 Cが確認した後、 チャネル 1 aに対してコマンド動作の 終了ステータスを返すことで、 ライ トコマンド毎に 2つのファイルュニ ッ 卜 2 C , 2 Dのデータの等価性が確実に保証される。

これにより、 一連のライ トコマンドの処理中に何らかの障害が発生し た場合、 障害発生時の発行コマンド以前に発行されたライ トコマンドに よる書込データは確実に二重化されている。 従って、 その障害に対処す ベく上位装置 1がリカバリ処理を行なう際に、 例えば図 1 6に示したご とく、 コマンドの一部をモディフアイしてリ力バリ処理を簡略化し、 障 害発生時の発行コマンド以降のライ トコマンドを発行してリカバリ処理 を行なったとしても、 従来のような不具合は発生することがなく、 2つ のファイルュニッ ト 2 C， 2 Dにおけるデータの等価性が確実に保証さ れることになる。

〔B〕 リモ一卜転送時に切り離し要因が発生した場合の対処手順の説 明

さて、 次に、 リモ一卜転送時に切り離し要因が発生した場合の対処手 順について、 図 2〜図 5を参照しながら説明する。

〔 B _ 1〕 プライマリファイルュニッ ト 2 Cで切り離し要因が発生し た勿口

プライマリファイルュニッ 卜 2 Cが何らかの要因で上位装置 1 との結 合を一時的に解除しなくてはならない状態に陥った場合、 即ち、 プライ マリファイルュニッ 卜 2 Cと上位装置 1とを一時的に切り離すべき切り 離し要因が発生した場合、 プライマリファイルュニッ ト 2 C内において、 チャネル 1 aと結合していた C A 1 1力ヽら、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dと結合している R A ( P ) 1 4へ、 モジュール間通信エリァ 1 6 aを用いてチャネル 1 aからの切り離れが発生した旨を知らせ、 プライ マリファイルュニッ ト 2 Cとセカングリフアイルュニッ 卜 2 Dとの間 O 結合もそれに伴い一時的に切断させるベく、 本実施形態では、 特殊ディ スコネク トインタフェースがそなえられている。

この特殊ディスコネク トインタフエースは、 セカンダリファイルュニ ッ 卜 2 D側はコマンド動作の継続処理 （チェイニング） が可能でも、 プ ライマリフアイルュニッ 卜 2 Dにおいてコマンド処理継続が不可能であ るため、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cから切り離れることを示すコ 一ドが発行され、 再結合は再びプライマリファイルュニッ 卜 2 Cが動作 可能な状態になった時に、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cから再結合 を示すコードを発行することで再結合を行ない、 その間、 セカンダリフ アイルュニッ ト 2 Dはいつでも再結合が可能な状態を保持できるように しておく ことができるィンタフヱ一スである。

なお、 前述の切り離し要因は、 キャッシュメモリ 1 6の容量不足や、 ライ 卜スルー動作などに起因して生じるものである。

プライマリファイルュニッ ト 2 Cにおいて、 キャッシュメモリ 1 6の 容量不足やライ トスルー動作等の要因によりチャネル 1 aと C A 1 1 と の間でディスコネク 卜しなければならない事象が発生した場合、 その事 象が解決するまでファイルュニッ ト 2 C， 2 D間の結合の切り離しを行 なわなければ、 E S C O Nィンタフヱ一ス仕様に基づくタイムアウ トカ' 発生してしまう。 E S C O Nィンタフヱースでは基本的にフレームと呼 ばれるブロックで通信しており、 このフレーム間の待ち時間が決められ ている。 そこで、 本実施形態では、 R A (S) 1 4 と尺 （？） 1 4との間に パスを張る時点でそのパスが通常のチャネル 1 aからの結合ではなくフ アイルュニッ 卜 2 C， 2 D間の結合であることを、 プライマリファイル ュニッ 卜 2 Cからセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dに知らせ、 R A (S) 1 4は、 そのパスから本来チャネル 1 aからは発行されない切り離れ要 求を受付可能で、 RA (P) 1 4から切り離れ要求が来た場合には、 そ れを受け付けてファイルュニッ 卜 2 C， 2 D間の結合の切り離し処理を 行ない、 再びプライマリファイルュニッ 卜 2 Cから再結合要求が発行さ れるまで、 切り離れた時の状態をセカンダリファイルュニッ 卜 2 D内の 情報格納ェリアに覚え込んでおく ことができるように構成されている。 また、 本実施形態において、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1は、 チャネル 1 aと切り離れなければならない事象が発生した時に モジュール間通信ェリア 1 6 aを用いて R A (P) 1 4に切り離れ要求 の発行 （ファイルュニッ ト 2 C, 2 D間の一時切り離れ処理を実行する こと） を要求してからチャネル 1 aと切り離れ、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cの RM 1 2と必要な切り離れ処理 （チャネルディスコネク ト 処理） を行なってからアイ ドル状態に戻るように構成されている。

図 2は、 本実施形態によるリモー 卜転送時に、 プライマリファイルュ ニッ 卜 2 Cで切り離し要因が発生した場合の対処手順を説明するための シーケンス図であり、 この図 2では、 ライ 卜コマンド C CWnの処理時 にプライマリファイルュニッ ト 2 Cで切り離し要因が発生した場合が示 されている。

図 2において、 上位装置 1がライ 卜コフンド C CWnをチャネル 1 a からプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1へ送信した後、 R A (P) 1 4が RA (S) 1 4からの正常終了を通信エリア 1 6 aを介し て C A 1 1に通知するまでの処理、 つまり矢印 B 1 1〜B 2 1で示す処 理は、 それぞれ、 図 1の矢印 A 6 4〜A 7 4で示す処理に対応している ので、 その説明は省略する。

RA (P) 1 4が尺八 （3) 1 4からの正常終了を通信エリア 1 6 a を介して C A 1 1に通知した時点 （矢印 B 2 1参照） で、 プライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cで切り離し要因が発生したとすると、 本実施形態に おいて、 C A 1 1は、 モジュール間通信エリァ 1 6 aを用いて R A (P) 1 4に切り離れ要求の発行を要求してから （矢印 B 2 2参照） 、 チヤネ ノレ 1 aに対して切り離れ要求を発行してチャネル 1 aと切り離れるとと もに （矢印 B 2 3 , B 2 5参照） 、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの RM 1 2と必要な切り離れ処理 （チャネルディスコネク 卜処理） を行な つてからアイ ドル状態に戻る。

そして、 R A (P) 1 4は、 C A 1 1からの要求に応じて、 結合中の RA (S) 1 4に対して切り離れ要求を発行し （矢印 B 2 4， B 2 6参 照） 、 RA (P) 1 4からの切り離れ要求を受領した R A (S) 1 4は、 ファイルユニッ ト 2 C， 2 D間の結合の切り離し処理を行ない、 再びプ ライマリファイルュニッ 卜 2 Cから再結合要求が発行されるまで、 切り 離れた時の状態をセカンダリファイルュニッ 卜 2 D内の情報格納エリア に覚え込ませる。

そして、 切り離れ要求を受けたセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4は、 上位装置 1から切り離れ要求が来たことをセカンダリ ファイルュニッ ト 2 D内の制御情報格納エリアに書き込み、 上位装置 1 からの切り離れ要求によって一時切り離れが起きたことをセカンダリフ アイルュニッ ト 2 Dの RM 1 2に通知し、 アイ ドル状態に戻る。 セカン ダリファイルユニッ ト 2 Dの R A (S) 1 4から上記の指示を受けた R M 1 2は、 再び同一の R A (S) 1 4から結合要求が来るまではその処 理に関するァクションを起こすことはしない。 また、 RA (S) 1 4に切り離れ要求を発行した R A (P) 1 4は、 ファイルユニッ ト 2 C， 2 D間の結合の一時切り離れを行ない、 やはり プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの RM 1 2と必要な処理 （リモー卜転 送ディスコネク ト処理） を行なった後、 アイ ドル状態に戻る。

その後、 切り離し要因が解消され、 プライマリファイルュニッ 卜 2 C - においてチャネル 1 aと CA 1 1とが再結合可能な状態になった時に、 C A 1 1は、 チャネル 1 aに対して再結合要求を行ない （矢印 B 2 7参 照） 、 再結合するとともに （矢印 B 2 8参照） 、 再びセカンダリファイ ルュニッ 卜 2 Dとの結合を指示するために、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの RM 1 2に対し R A (P) 1 4の割当 （アサイン） を要求し

(矢印 B 2 9 , B 3 0参照） 、 RM 1 2によって再度リモ一卜転送動作 が要求された R A (P) 1 4は、 該当するモジュール間通信エリア 1 6 aの情報を再度読み込み （矢印 B 3 1参照） 、 切り離れる前の情報を復 活させ、 一時切り離れを要求したセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4に対して、 再結合要求を発行し （矢印 B 3 2参照） 、 再結 合を行なう。

再結合要求を受けた R A (S) 1 4は、 その再結合要求がプライマリ ファイルュニッ ト 2 Cから指示されたことをセカンダリファイルュニッ 卜 2 Cの RM 1 2に通知し、 再結合を受け付けたことをプライマリファ ィルュニッ ト 2 Cの RA (P) 1 4に応答し （矢印 B 3 3参照） 、 必要 な情報をセカンダリファイルュニッ 卜 2 D内の制御情報格納エリァから 読み込み、 一時切り離れが起きる前の状態に復帰して処理を継続する。 そして、 チャネル 1 aに対して再結合を要求したプライマリファイル ユニッ ト 2 Cの C A 1 1力 チャネル 1 aに対して正常終了を通知する ことにより （矢印 B 3 4参照） 、 一時切り離れが起きる前の状態に復帰 して処理を継続する。 これにより、 上位装置 1は、 切り離し要因の発生 したライ 卜コマンド C C W nの次のライ トコマンド C C Wn+1 を、 ブラ ィマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1に対して発行し （矢印 B 3 5参 照） 、 同様のリモ—卜転送処理が再開される （矢印 B 3 6〜B 4 3参 照） 。

このように、 本実施形態によれば、 プライマリファイルュニッ 卜 2 C- において切り離し要因が発生した際には、 その要因が解消されるまで、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cと上位装置 1との間だけでなく、 ブラ イマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとの間 も一時的に切り離されるので、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dや上位 装置 1は、 要因解消を待ち続けることなく他の処理を実行することが可 能になり、 効率よく稼働することができる。

C B - 2 ) セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dで切り離し要因が発生し

7こ 口

一方、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dが何らかの要因でプライマリ ファイルュニッ ト 2 Cとの結合を一時的に解除しなくてはならない状態 に陥った場合、 即ち、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとプライマリフ アイルュニッ ト 2 Cとを一時的に切り離すべき切り離し要因が発生した 場合、 本実施形態のプライマリファイルュニッ ト 2 Cにおいては、 セカ ンダリファイルュニッ ト 2 Dからの切り離れ要求があったことを、 R A ( S ) 1 4と結合している R Aモジュールから、 チャネル 1 aと結合し ている C A 1 1へモジュール間通信エリア 1 6 aを介して通知し、 チヤ ネル 1 aとの一時切り離れ処理を行なえるように構成されている。

図 3は、 本実施形態によるリモート転^!時に、 セカンダリファイルュ ニッ ト 2 Dで切り離し要因が発生した場合の対処手順を説明するための シーケンス図であり、 この図 3では、 ライ トコマンド C C W nの処理時 にセカンダリファイルュニッ ト 2 Dで切り離し要因が発生した場合が示 されている。

図 3において、 上位装置 1がライ トコマンド C CWnをチャネル 1 a からプライマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1へ送信した後、 R A (S) 1 4が RA (P) 1 4からデータを受信するまでの処理、 つまり 矢印 B 1 1〜B 1 9で示す処理は、 それぞれ、 図 1の矢印 A 6 4〜A 7- 2で示す処理に対応しているので、 その説明は省略する。

R A (S) 1 4が RA (P) 1 4からデータを受信した時点 （矢印 B 1 9参照） で、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dで切り離し要因 （例え ばキヤッシュメモリ 1 6の容量不足） により RA (S) 1 4と RA (P) 1 4とをディスコネク 卜しなければならない事象が発生した場合、 本実 施形態において、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dの R A (S) 1 4は、 通常のチャネル 1 aと結合する C A 1 1と同様にして、 切り離れ要求を 上位である R A (P) 1 4に対して発行する （矢印 B 5 1， B 5 2参 照） 。

セカンダリファイルユニッ ト 2 Dの R A (S) 1 4から切り離れ要求 を受けたプライマリファイルュニッ ト 2の RA (P) 1 4は、 モジユー ル間通信エリァ 1 6 aを用いて C A 1 1に切り離れ要求を行なうととも に （矢印 B 5 3参照） 、 フアイルュニッ 卜 2 C， 2 D間結合の一時切り 離しを行ない、 RA (P) 1 4および R A (S) 1 4は、 それぞれの R M l 2と必要な処理 （各々のディスコネク ト処理） を行なった後、 アイ ドル状態に戻る。

また、 R A (P) 1 4から切り離れ要求を受けた C A 1 1は、 チヤネ ル 1 aに対して切り離れ要求を発行してチャネル 1 aと切り離れるとと もに （矢印 B 5 4， B 5 5参照） 、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの RM 1 2と必要な切り離れ処理 （チャネルディスコネク 卜処理） を行な つてからアイ ドル状態に戻る。 その後、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dにおいて切り離し要因が解 消され再びプライマリファイルュニッ 卜 2 Cと再結合可能な状態になつ た時に、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの RA (S) 1 4は、 プライ マリファイルュニッ 卜 2 Cの RA (P) 1 4に対して再結合要求を行な う （矢印 B 5 6， B 5 7参照） 。 - 再結合指示を受け付けた R A (P) 1 4は、 プライマリファイルュニ ッ 卜 2 Cの RM 1 2に対し、 C A 1 1とチャネル 1 aとの再結合を要求 し （矢印 B 5 8参照） 、 RM 1 2によって再度チャネル 1 aと結合する ことを指示された C A 1 1は、 該当するモジュール間通信エリア 1 6 a の情報を再度読み込み （矢印 B 5 9， B 6 0参照） 、 再結合要求をチヤ ネル 1 aに対して行ない （矢印 B 6 1参照） 、 チャネル 1 aと C A 1 1 との間で再結合を行ない （矢印 B 6 2参照） 、 処理を継続する。

そして、 RA (S) 1 4からの正常終了の通知が、 RA (P) 1 4， モジュール間通信エリア 1 6 aおよび C A 1 1を経由し、 チャネル 1 a に対して行なわれることにより （矢印 B 6 3〜B 6 5参照） 、 プライマ リファイルュニッ ト 2 Cは、 一時切り離れが起きる前の状態に復帰して 処理を継続する。 これにより、 上位装置 1は、 切り離し要因の発生した ライ トコマンド C CWnの次のライ 卜コマンド C CWn+1 を、 プライマ リファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1に対して発行し （矢印 B 3 5参照） 、 リモート転送処理が再開される。

このように、 本実施形態によれば、 セカンダリファイルユニッ ト 2 D において切り離し要因が発生した際には、 その要因が解消されるまで、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cと の間だけでなく、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cと上位装置 1との間 も一時的に切り離されるので、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cや上位 装置 1は、 要因解消を待ち続けることなく他の処理を実行することが可 能になり、 効率よく稼働することができる。

〔B— 3〕 プライマリファイルュニッ ト 2 Cとセカンダリファイルュ ニッ 卜 2 Dとで切り離し要因が同時に発生した場合 （その 1 )

ところで、 チャネル 1 aとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cとの間で のチャネルディスコネク 卜要求と、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dか- らのリモート転送ディスコネク ト要求とが同時に発生した場合、 本実施 形態では、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dからのリモー卜転送ディス コネク 卜要求を抑止して、 チャネル 1 aとのディスコネク 卜要求を優先 し、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dに対しては、 前述した特殊ディス コネク トィンタフヱ一スが動作するように構成している。

図 4は、 本実施形態によるリモート転送時に、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cおよびセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dで同時に切り離し要 因が発生した場合の対処手順を説明するためのシーケンス図であり、 こ の図 4では、 ライ トコマンド C C W nの処理時にプライマリファイルュ ニッ ト 2 Cおよびセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとで切り離し要因が 同時に発生した場合が示されている。

図 4において、 上位装置 1がライ トコマンド C C W nをチャネル 1 a からプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1へ送信した後、 R A ( S ) 1 4が R A ( P ) 1 4からデータを受信するまでの処理、 つまり 矢印 B 1 1〜B 1 9で示す処理は、 それぞれ、 図 1の矢印 A 6 4〜A 7 2で示す処理に対応しているので、 その説明は省略する。 また、 図 4中、 図 2および図 3で既述の符号と同一の符号を付された矢印は、 同一もし くはほぼ同一の動作/手順を示すものであるので、 その説明は省略する。

R A ( S ) 1 4が R A ( P ) 1 4からデータを受信した時点 （矢印 B 1 9参照） で、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイル ュニッ 卜 2 Dとで切り離し要因が同時に発生した場合、 プライマリファ ィルュニッ 卜 2 Cの CA 1 1とセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4とがともにプライマリファイルユニッ ト 2 Cの R A (P) 1 4に対して切り離れ要求を発行してく る （矢印 B 2 4および B 5 1参 照） 。

このとき、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの C A 1 1力、らの切り離— れ要求を優先し、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dの R A (S) 1 4力、 らの切り離れ要求を無視して結合中のセカンダリファイルュニッ ト 3 D の RA (S) 1 4に対し、 図 2にて前述した切り離れ要求を行なう （矢 印 B 2 4， B 2 6参照） 。

このとき、 プライマリフアイルュニッ 卜 2 Cの RA (P) 1 4は、 セ カンダリファイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4からの切り離れ要求を 受領すると、 一旦、 RA (S) 1 4からの切り離れ要求をモジュール間 通信エリア 1 6 aに書き込むが （矢印 B 6 9参照） 、 CA 1 1からの切 り離れ要求も同時に発生していることを認識すると、 その RA (S) 1 4からの切り離れ要求を撒回するようにモジュール間通信エリア 1 6 a に指示する （矢印 B 7 0参照） 。

また、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Dが発行した切り離れ要求に対 して、 上位であるプライマリファイルュニッ ト 2 Cの RA (P) 1 4力、 ら切り離れ要求が指示された場合、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Dは 自分で発行した切り離れ要求を内部的に撤回し、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cから指示された切り離れ要求を受け付ける （矢印 B 2 4 , B 2 6参照） 。

このため、 再結合後、 RA (P) 1 4がセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの RA (S) 1 4から指示される切り離れ要求を受け付けた場合 (矢印 B 5 1 ' 参照） 、 R A (P) 1 4は、 チャネル 1 aとプライマリ ファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1との間がその指示によって切り離され たことを、 モジュール間通信エリア 1 6 aを介して確認してから （矢印 B 7 1参照） 、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dの R A ( S ) 1 4に対 して切り離れ要求の受領を返す （矢印 B 7 2参照） 。

なお、 優先権をもつプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1は、 ファイルユニッ ト 2 C , 2 D間結合の状態によらず自らの切り離れ要 でチャネル 1 aと切り離れる。

そして、 プライマリファイルュニッ ト 2 C側の切り離れ要求が優先さ れ、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cと上位装置 1 との間、 および、 プ ライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとの 間を一時的に切り離した状態で、 プライマリファイルユニッ ト 2 じでの 切り離し要因が解消されると、 図 2にて説明した手順で再結合が行なわ れる （矢印 B 2 7〜B 3 3参照） 。

上位装置 1とプライマリファイルュニッ 卜 2 Cとの間、 および、 ブラ イマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとの間 が再結合されると、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dにお L、て未だ解消 されていない切り離し要因により、 再び上位装置 1 とプライマリファイ ルュニッ ト 2 Cとの間、 および、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cとセ 力ンダリファイルュニッ ト 2 Dとの間は一時的に切り離れた伏態となる。 そして、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dでの切り離し要因が解消され ると、 図 3にて説明した手順で再結合が行なわれる （矢印 B 5 6〜B 6 5参照） 。

このように、 本実施形態によれば、 プライマリファイルユニッ ト 2 C およびセカンダリファイルュニッ 卜 2ひにおいて切り離し要因が同時に 発生した際には、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cと上位装置 1 との間、 および、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ ト 2 Dとの間を一時的に切り離した後、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの切り離し要因を優先的に解消してからセカンダリファイルュニッ ト 2 Dの切り離し要因を解消する。 これにより、 プライマリファイルュニ ッ ト 2 Cとセカンダリファイルュニッ ト 2 Dで切り離し要因が同時に発 生した場合にも対応することができる。

〔B— 4〕 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイルユー ニッ ト 2 Dとで切り離し要因が同時に発生した場合 （その 2 )

図 4に示した例では、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cおよびセカン ダリファイルュニッ ト 2 Dで同時に切り離し要因が発生した場合に、 プ ライマリファイルュニッ 卜 2 Cでの切り離し要因を解消してから再結合 し、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの切り離し要因によって再度切り 離しを行なった後、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dでの切り離し要因 を解消している。

これに対し、 図 5に示す対処手順では、 チャネル 1 aとプライマリフ アイルュニッ 卜 2 Cとの間でのチャネルディスコネク ト要求と、 セカン ダリファイルュニッ ト 2 Dからのリモート転送ディスコネク ト要求とが 同時に発生し、 チャネル 1 aとのディスコネク 卜要求を優先し、 セカン ダリファイルュニッ 卜 2 Dに対しては上位指示による特殊ディスコネク 卜インタフエ一スが動作した場合でも、 セカンダリフアイルュニッ 卜 2 D内において、 上位から指示されたディスコネク 卜のリモ一卜転送ディ スコネク ト要因となっている問題 （切り離し要因） を同時に解決させ、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cとの再結合後に再びリモー卜転送ディ スコネク 卜要求が発生する確率を減らしている。

図 5は、 本実施形態によるリモー卜転送時に、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cおよびセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dで同時に切り離し要 因が発生した場合の対処手順の変形例を説明するためのシーケンス図で あり、 この図 5では、 図 4に示した例と同様、 ライ トコマンド C C W n の処理時にプライマリファイルュニッ 卜 2 Cおよびセカンダリファイル ュニッ ト 2 Dとで切り離し要因が同時に発生した場合が示されている。 図 5においても、 上位装置 1がライ トコマンド C CWnをチャネル 1 aからプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1へ送信した後、 RA (S) 1 4が RA (P) 1 4からデータを受信するまでの処理、 つまり- 矢印 B 1 1〜B 1 9で示す処理は、 それぞれ、 図 1の矢印 A 6 4〜A 7 2で示す処理に対応しているので、 その説明は省略する。 また、 図 5中、 図 2〜図 4で既述の符号と同一の符号を付された矢印は、 同一もしくは ほぼ同一の動作/手順を示すものであるので、 その説明は省略する。 図 5に示す対処手順では、 図 4に示した対処手順とは異なり、 セカン ダリファイルュニッ ト 2 Dにおいて自分の切り離れ要求が上位からの切 り離れ要求により撤回された場合でも、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dは、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cと再結合されるまでの間に、 セ カンダリファイルュニッ 卜 2 D内で発生した切り離し要因を解決するた めの手段を実行し、 その切り離し要因を解消している。 その手段は、 セ カンダリファイルュニッ ト 2 Dで RA (S) 1 4が行なう R M 1 2との ディスコネク 卜処理において起動される。

従って、 プライマリフアイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリフアイルュニ ッ ト 2 Dとでにおいて、 それぞれの切り離し要因となった事象を並行し て解決され、 プライマリファイルユニッ ト 2 Cから再結合要求が来た時 (矢印 B 3 2参照） には、 図 4で示した例のごとくセカンダリファイル ュニッ ト 2 Dから切り離れ指示がされることなく処理の継続可能である。 つまり、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dにいおいて再結合要求が来 た時点では、 既に切り離し要因が解消されているので、 RA (S) 1 4 から、 RA (P) 1 4， モジュール間通信エリア 1 6 aおよび C A 1 1 を経由し、 チャネル 1 aに対して直ちに正常終了の通知が行なわれ （矢 印 B 6 3〜B 6 5参照） 、 リモ一 卜転送処理が再開される。

このように、 本実施形態によれば、 プライマリファイルュニッ ト 2 C およびセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dにおいて切り離し要因が同時に 発生した際、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cの切り離し要因の解消と セカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの切り離し要因を解消とを同時に行な- うことにより、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cとセカンダリファイル ユニッ ト 2 Dとを再結合した後に、 セカンダリファイルュニッ 卜 2 D側 から切り離れ要求が発生する確率を小さくすることができ、 上位装置 1 に対して正常終了 （終了ステータス） を通知するまでの応答時間を短縮 することができる。

〔c〕 リモート転送処理の並列化の説明

C C - 1 ) 並列化の一例の説明

図 6は本実施形態によるリモート転送時に処理の一部を並列化した一 例を説明するためのシーケンス図である。 なお、 図 6では、 図 1でも示 したライ トコマンド C C W 2の処理に関わる部分のみ取り出して示して おり、 図 6中、 図 1で既述の符号と同一の符号を付された矢印は、 同一 もしくはほぼ同一の動作 Z手順を示すものであり、 その詳細な説明は省 略する。

図 6に示すように、 上位装置 1から指示されるライ トコマンド C C W 2に対し、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1力く、 チャネル 1 aからコマン ドコードを受け取った時点 （矢印 A 6 4参照） で、 コマン ドコ一ドのみをプライマリフアイルュニッ 卜 2 C内のモジュール間通信 エリア 1 6 aを用いて R A ( P ) 1 4に知らせる （矢印 A 6 6参照） 。 これと同時に、 C A 1 1は、 チャネル 1 aに対してコマンド受領ステ一 タス （イニシャルステータス） を応答し （矢印 A 6 5参照） 、 チャネル 1 aから受け付けたライ トコマンド C C W 2のデータを受領し （矢印 A 6 7参照） 、 キャッシュメモリ 1 6に書き込む （矢印 A 6 8参照） 。 一方、 C A 1 1が現在実行中のライ 卜コマンド C CW 2をモジュール 間通信エリァ 1 6 aを使って通知された R A (P) 1 4は、 同様のコマ ンドコードをセ力ンダリファイルュニッ 卜 2 Dに発行し （矢印 A 6 9参 照） 、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dから同様にイニシャルステ一タ- スを受け取る （矢印 A 7 0参照） 。

そして、 チャネル 1 aと C A 1 1との間のデータ転送が完了すると、 C A 1 1は、 そのデータ転送が完了したことをモジュール間通信エリア 1 6 aを使って RA (P) 1 4に通知する （矢印 A 7 0 ' 参照） 。 この 通知を受けた R A (P) 1 4は、 キャッシュメモリ 1 6からデータを読 み出し、 セカンダリファイルュニッ ト 2 Dにデータを転送する。

つまり、 本実施形態では、 チャネル 1 aと C A 1 1との間のデ一夕転 送が完了すると同時に、 CA 1 1によって受け取られたデータが、 ブラ イマリファイルュニッ ト 2 Cの R A ( P ) 1 4からセカンダリファイル ユニッ ト 2 Dへ転送され始めることになる （矢印 A 7 1 , A 7 2参照） 。 このように、 本実施形態では、 ライ 卜コマンド処理の一部を並列化して いる。

上述したライ トコマンド処理の一部並列化について、 より詳細に説明 する。

チャネル 1 aとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1との間、 および、 プライマリファイルユニッ ト 2 Cの R A (P) 1 4とセカンダ リフアイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4との間において、 各コマンド の処理は以下のように行なわれる。 即ち、 上位がコマンド発行し、 CA 1 1， R A (S) 1 4がそれぞれコマンドを受けてそのコマンドが処理 可能ならばコマンドの受理 （イニシャルステータス） を上位に返し、 コ マンドが受け付けられればそのコマンドに付随するデータの転送を行な い、 最後にデータ転送を含めた全てのコマンド処理が終了すると上位に 対して C A 1 1， RA (S) 1 4がそれぞれ終了ステータスを返すこと で一つのコマンド処理が完了する。

ここで、 上位とは、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1に対 してはチャネル 1 aであり、 セカンダリファイルユニッ ト 2 Dの R A - (S) 1 4に対してはプライマリファイルユニッ ト 2 Cの R A (P) 1 4である。 また、 データの転送に際して、 ライ ト処理の場合、 データは 上位から C A 1 1 , RA (S) 1 4に対してそれぞれ送られる。

チャネル 1 aとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの CA 1 1との間で イニシャルステータスが返ってしまえば、 プライマリファイルユニッ ト 2 Cの RA (P) 1 4とセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dの R A (S) 1 4との間でも同様にコマンドを発行しイニシャルステータスを受け取 ることが可能である。

そこで、 イニシャルステータスを返したプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1は、 コマンドを受け付け、 現在そのコマンドのデ一夕転 送中であることをモジュール間通信エリァ 1 6 aを用いて知らせること により、 チャネル 1 aとプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1と の間でのデータ転送処理 （データ受領処理） と、 プライマリファイルュ ニッ ト 2 Cの RA (P) 1 4とセカンダリファイルユニッ ト 2 Dの RA (S) 1 4との間でのコマンド受付処理とを同時に実行させ、 処理時間 の短縮化を実現している。

なお、 上述のようなライ トコマンド処理の一部並列化は、 ライ 卜コマ ンド C CW2のみならず他のライ トコマンドにも上述と同様に適用され o

このように、 本実施形態によれば、 上位装置 1からのライ トコマンド に応じてリモ一ト転送を行なう際、 上位装置 1からプライマリファイル ュニッ 卜 2 Cへのデータ転送処理と、 プライマリファイルュニッ 卜 2 C とセカンダリファイルュニッ ト 2 Dとの間のコマンド受付処理とを並列 的に実行し、 データの受領を完了すると同時にそのデータをリモ一ト転 送することにより、 リモ一卜転送処理を高速化することができる。

〔C一 2〕 並列化の他例の説明 - 一方、 図 7は本実施形態によるリモート転送時に処理の一部を並列化 した他例を説明するためのシーケンス図である。 この図 7では、 図 1で も示した書込動作指示コマンド C CW 1およびライ トコマンド C CW2 の処理に関わる部分のみ取り出して示しており、 図 7中、 図 1で既述の 符号と同一の符号を付された矢印は、 同一もしくはほぼ同一の動作ノ手 順を示すものであるので、 その説明は省略する。

図 7に示すように、 プライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1は、 上位装置 1から示されるライ 卜の動作指示を行なうコマンド（Locate Re cord, Seek + Search ID 等） じじ\¥1の処理要求を 八 (P) 1 4にモ ジュール間通信エリア 1 6 aを用いて知らせた後 （矢印 A 5 1， A 5 3 〜 A 5 5 , A 5 7参照） 、 コマンド C C W 1のデ一タ（Locate Recordの パラメータや、 Seek + Search ID 等の情報） を受け取った後も、 RA

(P) 1 4から C A 1 1に対して通知されるそのコマンドの処理終了報 告を待たずに、 上位装置 1からの書込動作指示コマンド C CW 1に続く 最初のライ トコマンド C CW 2を受け取る （矢印 A 6 4参照） 。

そして、 C A 1 1は、 R A (P) 1 4に対して次のライ 卜コマンド C CW 2の先行予約を行ない、 そのライ トコマンド C CW 2のデータ転送 完了後に RA (P) 1 4が該当する書込動作指示コマンド C CW 1の終 了と次のライ 卜コマンド C CW2の終了とを待ってチャネル 1 aにライ 卜コマンド C CW2の終了を報告することにより、 書込動作指示コマン ド C CW 1に続く最初のライ トコマンド C CW 2のデータをチャネル 1 aからプライマリファイルュニッ 卜 2 Cの C A 1 1へ転送する処理と、 プライマリファイルュニッ ト 2 Cからセカンダリフアイルュニッ ト 2 D へ最初のライ 卜データの転送を開始するまでにプライマリファイルュニ ッ 卜 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとの間で完了させておくべ き受付処理とを並列的に行なうことができる。 - 書込動作指示コマンド C CW 1は、 以降に続くライ トコマンド C CW 2〜C CWmが動作するための動作条件およびデバイスの位置決めを行 なうコマンドであり、 このコマンド C CW 1によりキャッシュメモリ 1 6上のデータが更新されることは無い。 コマンド C CW 1に関わるデー 夕はモジュール間通信エリァ 1 6 aに格納される。

そこで、 図 7に示す並列化手法では、 チャネル 1 aとプライマリファ ィルュニッ ト 2 Cの C A 1 1 との間で行なうコマンドシーケンスをその 次に続くライ トコマンド C CW2まで拡大し、 プライマリファイルュニ ッ ト 2 Cの C A 1 1は最初のライ トコマンド C CW2の終了ステータス 報告時までファイルュニッ ト 2 C， 2 D間のステータスを監視しない。

このように、 本実施形態によれば、 最初のライ トコマンド C CW2の データを上位装置 1からプライマリファイルュニッ 卜 2 Cへ転送する処 理と、 最初のライ トコマンド C CW 2のデータ転送を開始するまでにプ ライマリファイルュニッ ト 2 Cとセカンダリファイルュニッ 卜 2 Dとの 間で完了させておくべき受付処理とを並列的に行なうことにより、 リモ 一卜転送をより高速化することができる。

CD) その他

なお、 本発明は上述した実施形態に限定されるものではなく、 本発明 の趣旨を逸脱しない範囲で種々変形して実施することができる。 産業上の利用可能性 以上のように、 本発明によれば、 書込動作指示コマンドとこれに続く 一連のライ トコマンドとにより構成される一つのライ 卜アクセス単位

(例えば C C W) を実行する際に、 コマンド毎に、 プライマリファイル ュニッ 卜からセカンダリフアイルュニッ 卜へのリモ一ト転送が行なわれ、 コマンド毎に書込データを確実に二重化することができる。 これにより 一連のライ 卜コマンドの処理中に何らかの障害が発生した場合、 障害発 生時の発行コマンド以前に発行されたライ トコマンドによる書込データ は確実に二重化されている。

従って、 本発明は、 上位装置がリカバリ処理に際しコマンドの一部を モディ フアイしてリ力バリ処理の簡略化を行なったとしても、 2つのフ アイルュニッ 卜でのデータの等価性を確実に保証でき、 その有用性は極 めて高いものと考えられる。

Claims

請 求 の 範 囲

1. 上位装置 （ 1 ) に接続され該上位装置 （ 1) によりデータ更新され るプライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) と、 該プライマリファイルュニ ッ ト （2 C) に接続され該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) により- データ更新されるセカンダリファイルユニッ ト （2 D) とをそなえたフ ァィルシステムにおいて、

該上位装置 （ 1) カ^ 書込開始位置情報をデータとして転送するため の書込動作指示コマンドを該プライマリファイルユニッ ト （2 C) に対 して発行した後、 該書込動作指示コマンドとともに一つのライ トァクセ ス単位を構成する一連のライ トコマンドを、 一つずっ該プライマリファ ィルユニッ ト （2 C) に対して順次発行し、 該プライマリファイルュニ ッ ト （2 C) に対しデータ書込を行なう場合、

該上位装置 （ 1) により該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) に対 して行なわれたデータ書込と同じデータ書込を該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) に対しても行なうための、 該プライマリファイルュニッ ト （ 2 C) から該セカンダリファイルュニッ ト （ 2 D) へのリモー卜転 送方法であって、

該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) が該上位装置 （ 1 ) から該書 込動作指示コマンドを受け付けると、 該プライマリファイルュニッ ト

(2 C) ら該セカンダリファイルュニッ 卜 （2 D) に対し、 該書込動作 指示コマンドと同様のコマンドを発行して書込開始を指示してから前記 書込開始位置情報をデ一夕として転送し、

該書込動作指示コマンド以降、 該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) が該上位装置 （ 1) から該一連のライ トコマンドを一つ受け付ける都度、 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) から該セカンダリファイルュニ ッ ト （2 D) に対し、 当該ライ トコマンドと同様のコマンドを発行して 書込を指示してから当該ライ トコマンドにより書き込むべきデータを転 送し、 当該ライ トコマンドにより該プライマリファイルュニッ ト （2 C) に書き込まれたデータが該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) にも正 常に書き込まれたことを該プライマリファイルユニッ ト （2 C) が確認- すると、 当該ライ トコマンドによる書込を正常に終了した旨を、 該プラ ィマリファイルュニッ 卜 （2 C) から該上位装置 （ 1 ) に対して通知す ることを特徴とするファイルュニッ 卜間のリモー 卜転送方法。

2. 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該プライマリファイルュニ ッ ト （2 C) において、 該プライマリファイルュニッ ト （2 C) と該上 位装置 （ 1 ) とを一時的に切り離すべき要因が発生した場合、

該プライマリファイルュニッ ト （2 C) から該上位装置 （ 1 ) に対し て切り離れ要求を発行して該プライマリファイルユニッ ト （2 C) と該 上位装置 （ 1 ) とを一時的に切り離すとともに、 該プライマリファイル ュニッ 卜 （ 2 C ) から該セカンダリ ファイルュニッ 卜 （2 D) に対して も切り離れ要求を発行して該プライマリファイルユニッ ト （ 2 C) と該 セカンダリファイルユニッ ト （2 D) とを一時的に切り離し、

該プライマリファイルユニッ ト （2 C) における前記要因を解消した 後、

該プライマリファイルュニッ ト （2 C) からの再結合要求に応じて、 該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを再結合 するとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) と該セカンダリ ファイルユニッ ト （2 D) とを再結合することを特徴とする、 請求の範 囲第 1項記載のファイルュニッ 卜間のリモ— 卜転送方法。

3. 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該セカンダリファイルュニ ッ ト （2 D) において、 該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) と該プ ライマリファイルユニッ ト （2 C) とを一時的に切り離すべき要因が発 生した場合、

該セカンダリファイルユニッ ト （ 2 D) から該プライマリファイルュ- ニッ ト （2 C) 対して切り離れ要求を発行して該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) と該プライマリファイルユニッ ト （2 C) とを一時的に 切り離すとともに、 該切り離れ要求を受けた該プライマリファイルュニ ッ ト （2 C) から該上位装置 （ 1 ) に対して切り離れ要求を発行して該 プライマリファイルユニッ ト （2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを一時的に 切り離し、

該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) における前記要因を解消した 後、

該セカンダリファイルュニッ ト （ 2 D) からの再結合要求に応じて、 該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) と該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) とを再結合するとともに、 該プライマリファイルユニッ ト (2 C) と該上位装置 （ 1) とを再結合することを特徴とする、 請求の 範囲第 1項記載のファイルュニッ ト間のリモート転送方法。

4. 前記一連のライ 卜コマン ドの処理中に、 該プライマリファイルュニ ッ 卜 （2 C) において、 該プライマリファイルュニッ ト （2 C) と該上 位装置 （ 1) とを一時的に切り離すべき要因が発生すると同時に、 該セ カンダリファイルユニッ ト （2 D) において、 該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) と該プライマリファイルユニッ ト （2 C) とを一時的に 切り離すベき要因が発生した場合、

該プライマリファイルュニッ ト （ 2 C) から該上位装置 （ 1 ) に対す る切り離れ要求を、 該セカンダリファイルュニッ 卜 （ 2 D) から該プラ イマリファイルュニッ 卜 （2 C) に対する切り離れ要求よりも優先し、 該プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを一時的 に切り離すとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) から該セ カンダリファイルユニッ ト （2 D) に対しても切り離れ要求を発行して- 該プライマリファイルユニッ ト （2 C) と該セカンダリファイルュニッ ト （2 D) とを一時的に切り離し、 該プライマリファイルュニッ ト （2 C) における前記要因を解消した後、 該プライマリファイルュニッ 卜 (2 C) からの再結合要求に応じて、 該プライマリファイルュニッ ト (2 C) と該上位装置 （ 1) とを再結合するとともに、 該プライマリフ アイルユニッ ト （2 C) と該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) とを 再結合してから、

該セカンダリファイルュニッ ト （2 D) から該プライマリファイルュ ニッ 卜 （2 C) 対して切り離れ要求を発行して該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) と該プライマリファイルユニッ ト （2 C) とを一時的に 切り離すとともに、 該切り離れ要求を受けた該プライマリファイルュニ ッ 卜 （2 C) から該上位装置 （ 1) に対して切り離れ要求を発行して該 プライマリファイルュニッ 卜 （2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを一時的に 切り離し、 該セカンダリファイルュニッ 卜 （2 D) における前記要因を 解消した後、 該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) からの再結合要求 に応じて、 該セカンダリファイルユニッ ト （2 D) と該プライマリファ ィルュニッ 卜 （2 C) とを再結合するとともに、 該プライマリファイル ユニッ ト （2 C) と該上位装置 （ 1) とを再結合することを特徴とする、 請求の範囲第 1項記載のファイルュニッ ト間のリモー卜転送方法。

5. 前記一連のライ トコマンドの処理中に、 該プライマリファイルュニ ッ ト （2 C) において、 該プライマリファイルュニッ ト （ 2 C) と該上 位装置 （ 1 ) とを一時的に切り離すべき要因が発生すると同時に、 該セ カンダリファイルユニッ ト （2 D) において、 該セカンダリファイルュ ニッ ト （ 2 D) と該プライマリファイルユニッ ト （2 C) とを一時的に 切り離すべき要因が発生した場合、 - 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) から該上位装置 （ 1 ) に対す る切り離れ要求を、 該セカンダリファイルュニッ ト （2 D) から該プラ イマリファイルユニッ ト （ 2 C) に対する切り離れ要求よりも優先し、 該プライマリファイルュニッ ト （ 2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを一時的 に切り離すとともに、 該プライマリファイルユニッ ト （2 C) から該セ カンダリファイルユニッ ト （ 2 D) に対しても切り離れ要求を発行して 該プライマリファイルユニッ ト （ 2 C) と該セカンダリファイルュニッ 卜 （2 D) とを一時的に切り離し、

該プライマリファイルユニッ ト （ 2 C) における前記要因の解消と該 セカンダリファイルユニッ ト （2 D) における前記要因の解消とを同時 に実行した後、

該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) からの再結合要求に応じて、 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) と該上位装置 （ 1 ) とを再結合 するとともに、 該プライマリファイルュニッ 卜 （ 2 C) と該セカンダリ ファイルユニッ ト （ 2 D) とを再結合することを特徴とする、 請求の範 囲第 1項記載のファイルュニッ 卜間のリモ一卜転送方法。

6. 前記一連のライ トコマンドを一つ受け付ける都度、 該プライマリフ ァィルュニッ ト （ 2 C ) から該セ力ンダリファイルュニッ ト （2 D) に 対し、 当該ライ トコマンドと同様のコマンドを発行して書込を指示して から当該ライ トコマンドにより書き込むべきデータを転送する際に、 該プライマリファイルュニッ ト （2 C) から該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) に対して当該ライ トコマンドと同様のコマンドを発行し て該プライマリファイルユニッ ト （2 C) と該セカンダリファイルュニ ッ 卜 （2 D) との間のコマンド受付処理と、 該プライマリファイルュニ ッ 卜 （2 C) において該上位装置 （ 1) から当該ライ トコマンドにより- 書き込むべきデータを受領するデータ受領処理とを同時に実行し、 当該データの受領を完了すると同時に当該データを該プライマリファ ィルュニッ 卜 （ 2 C) から該セカンダリファイルュニッ ト （2 D) に対 して転送することを特徴とする、 請求の範囲第 1項記載のファィルュニ ッ ト間のリモート転送方法。

7. 該書込動作指示コマンドに続く最初のライ トコマンドのデータを該 上位装置 （ 1 ) から該プライマリファイルュニッ ト （ 2 C) へ転送する 処理と、

該プライマリファイルユニッ ト （ 2 C) から該セカンダリファイルュ ニッ ト （2 D) へ該最初のライ トコマンドのデータ転送を開始するまで に該プライマリファイルユニッ ト （2 C) と該セカンダリファイルュニ ッ 卜 （2 D) との間で完了させておくべき受付処理とを並列的に行なう ことを特徴とする、 請求の範囲第 1項記載のファイルュニッ 卜間のリモ 一卜転送方法。