JP5585235B2 - ストレージ制御装置、ストレージ制御方法、ストレージシステム - Google Patents

Description

本発明は、ストレージ制御装置及びストレージ制御方法に関するものである。

ストレージ装置の制御方法として、例えば、ＭＡＩＤ（Ｍａｓｓｉｖｅ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｄｌｅ Ｄｉｓｋｓ）技術がある。ＭＡＩＤ技術は、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）装置（ＲＡＩＤグループ）において、アクセスがないストレージ装置のディスクをアイドル状態に遷移させることで、ストレージ装置の消費電力を抑制する技術である。このＭＡＩＤ技術を使用して、ＲＡＩＤグループ単位にディスクモータを制御する方式がある。ＲＡＩＤグループ内のディスクのモータオフ時間が長くなるほど、ストレージ装置の消費電力量は減る。そこで、例えば、同一ホスト又はサーバが、一つのＲＡＩＤグループ内の論理ボリュームにアクセスし、他のＲＡＩＤグループ内のディスクのモータをオフとするように運用することが開示されている。また、例えば、一つのＲＡＩＤグループ内のボリュームが複数のサーバで用いられる場合、各サーバは、同じような時間帯にそのＲＡＩＤグループ内の論理ボリュームにアクセスするように運用することが開示されている。

ストレージ装置の消費電力の低減に関連する技術が特許文献１、２に開示されている。

シンプロビジョニング（Ｔｈｉｎ Ｐｒｏｖｉｓｉｏｎｉｎｇ）による仮想ボリュームを構築したストレージ装置群において、仮想ボリュームの容量が不足した場合に論理ボリュームがプール領域からアサインされる。プール領域には、通常、各レベルのＲＡＩＤグループがあり、各ＲＡＩＤグループを構成する一部の論理ボリュームが、仮想ボリュームの一領域として獲得される。ファイルシステムが仮想ボリュームにおいてデータの追加及び削除を繰り返し行うと、仮想ボリュームに割り振られるＲＡＩＤグループの数が増加する傾向にある。割り振られるＲＡＩＤグループの数が増加すると、アクセスが頻繁に行われるデータの量に対してストレージ装置の数が多くなり、消費電力が増加する。

特開２００９−１１０４５１号公報 国際公開第２００３／０５０７０７号パンフレット

本発明は、少ない消費電力で仮想ボリュームを設定した複数のストレージ装置を駆動させるストレージ制御装置を提供する。

本発明の一側面によると、
各々が複数の記憶装置を有する複数のＲＡＩＤグループを制御するストレージ制御装置において、
各々の前記ＲＡＩＤグループに複数の論理ボリュームを設定し、前記複数の論理ボリュームの少なくとも一つを仮想ボリュームに対して割り当てると共に、前記仮想ボリュームに記憶されるデータ量に応じて、前記複数の論理ボリュームのうち少なくとも一つの未割当ての論理ボリュームを前記仮想ボリュームに追加して割り当てる仮想ボリューム制御部と、
前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス変換情報を格納する記憶部と、
前記アクセス変換情報に基づき、前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス制御部と、
前記論理ボリュームの各々へのアクセス頻度を監視するアクセス監視部と、
前記アクセス監視部が監視したアクセス頻度に応じて論理ボリュームを決定し、決定された論理ボリュームのデータを当該論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループとは異なる他のＲＡＩＤグループに移動する移動制御部と、
データ移動先の論理ボリュームへのアクセスのために前記アクセス変換情報を更新するアクセス変換情報更新部と
を有するストレージ制御装置が提供される。

本発明のストレージ制御装置によれば、少ない消費電力で仮想ボリュームを設定した複数のストレージ装置を駆動させることができる。

図１は、第１実施形態のストレージ制御装置を備えるストレージシステムの物理的構成の一例を示す図である。 図２Ａ〜２Ｃは、サーバから認識できる仮想ボリュームと、ＲＡＩＤグループに設定される論理ボリュームとの対応関係を示す図である。 図３は、第１実施形態のストレージ制御装置の物理的構成を示す図である。 図４は、第１実施形態のストレージ制御装置のストレージコントローラモジュールの機能的構成を示す処理ブロック図である。 図５は、ＬＢＡ変換テーブルの一例である。 図６は、アクセス解析部１３４が作成するアクセス管理テーブルの一例である。 図７は、プールボリュームに格納されたデータの再配置を説明する図である。 図８は、プールボリュームに格納されたデータの再配置を説明する図である。 図９は、再配置制御部１３５によって書き換えられたＬＢＡ変換テーブル７７である。 図１０は、第１実施形態のストレージ制御装置の制御フローである。 図１１は、アクセス解析部が行う解析と、再配置制御部が行う再配置の一例である制御フローである。 図１２は、アクセス解析部が行う解析と、再配置制御部が行う再配置の一例である制御フローである。 図１３は、アクセスモニタ部がモニタリングした情報に基づき、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップである。 図１４は、アクセス解析部による解析の経過を示すアクセスフラグマップである。 図１５は、アクセス解析部による解析の経過を示すアクセスフラグマップである。 図１６は、第２実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析のフローチャートの一例である。 図１７は、第２実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析のフローチャートの一例である。 図１８は、第３実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析のフローチャートの一例である。 図１９は、第３実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析のフローチャートの一例である。 図２０は、第３実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析のフローチャートの一例である。 図２１Ａは、図１４Ａに示されるアクセスフラグマップの解析において、プールボリューム＃０−０をＲＡＩＤグループ＃１へ移動すると仮定した場合の仮重複アクセス特性である。図２１Ｂは、図１４Ａに示されるアクセスフラグマップの解析において、プールボリューム＃１−１をＲＡＩＤグループ＃０へ移動すると仮定した場合の仮重複アクセス特性である。

図１〜図３は、第１実施形態のストレージ制御装置を示す図である。

図１は、第１実施形態のストレージ制御装置１５及び２５を備えるストレージシステム１の物理的構成の一例を示す図である。ストレージシステム１は、ストレージ制御装置１５、２５、チャネルアダプタ１３ａ、１３ｂ、２３ａ、２３ｂ、ディスク制御部１６、２６、ＲＡＩＤグループ＃０〜３で示されるＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄを含む。

ストレージ制御装置１５（ＣＭ＃０）、２５（ＣＭ＃１）は、ディスク制御部１６、２６を介してＲＡＩＤグループ＃０〜３で示される４つのＲＡＩＤ装置（ＲＡＩＤグループ）１８ａ〜１８ｄに接続されている。ＲＡＩＤ装置１８ａ〜１８ｄは、それぞれ複数の記憶装置１７を含む。各々の記憶装置１７は、記憶媒体を駆動して情報の記録、再生を行う装置であり、例えばハードディスクドライブ（ＨＤＤ）である。ＨＤＤは、ディスクと、そのディスクを回転させるディスクモータを備える。

記憶装置１７内のディスクを回転させるディスクモータは、ストレージ装置に接続されたホストやサーバから認識できるボリューム単位ではなく、ＲＡＩＤグループ単位のＩ／Ｏ（Ｉｎｐｕｔ／Ｏｕｔｐｕｔ）アクセスに基づき制御される。ＲＡＩＤグループ内のいずれかのボリュームにアクセスがあれば、アクセスがあったボリュームを含むＲＡＩＤグループのディスクのモータはオンとなる。また、ＲＡＩＤグループ内にある全てのボリュームに対して所定の条件でアクセスがなくなれば、そのＲＡＩＤグループ内のディスクのモータはオフとなる。

本実施形態においては、冗長化のため、２台のストレージ制御装置１５、２５によってＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄを管理しているが、これによりストレージ制御装置の数が限定されるものではない。

ストレージ制御装置１５は、チャネルアダプタ１３ａ、１３ｂと接続されている。チャネルアダプタ１３ａ、１３ｂは、ストレージ制御装置１５とサーバ１１及びサーバ２１との間でデータの授受を制御する。サーバ１１及びサーバ２１とストレージ制御装置１５との間のデータ授受は、スイッチ１２（ＳＷ＃０）を経由して行われる。

ストレージ制御装置２５は、チャネルアダプタ２３ａ、２３ｂと接続されている。チャネルアダプタ２３ａ、２３ｂは、ストレージ制御装置２５とサーバ１１及びサーバ２１との間でデータの授受を制御する。サーバ１１及びサーバ２１とストレージ制御装置１５との間のデータの授受は、スイッチ２２（ＳＷ＃１）を経由して行われてもよい。

ストレージ制御装置１５、２５は、２台のサーバ１１、２１とデータの授受を行うが、これによりストレージ制御装置とデータを行うサーバの数が限定されるものではない。スイッチ１２、２２は、ネームサーバ機能やルーティング機能等を備えていてもよい。

ＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄは、それぞれ、サーバ１１、２１がアクセスする対象のデータを格納する。ストレージ制御装置１５、２５は、ＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄそれぞれに少なくとも一つの論理ボリューム（図示せず）を設定する。

ここで、論理ボリュームは、ＲＡＩＤ装置１８ａ〜１８ｄが有する複数の記憶装置にまたがって、ＲＡＩＤの規格に基づき設定される論理的な記憶領域である。各記憶装置に実際に割り振られている物理ブロックアドレスは、この論理ボリュームに割り当てられている。

論理ボリュームは、サーバ１１、２１が一つのまとまったデータ格納領域として認識できる仮想ボリュームに、変換表を利用して割り当てられる。変換表には、仮想ボリュームの論理ブロックアドレスと、論理ボリュームの論理ブロックアドレスとが割り付けられている。一つの仮想ボリュームは、一つのＲＡＩＤグループに設定された論理ボリュームから割り当てられてもよいし、複数のＲＡＩＤグループにわたって設定された論理ボリュームが割り当てられてもよい。

仮想ボリュームの設定（定義）は、例えば、システム管理者が、ストレージ制御装置１５に対して図示されないインターフェースを介してストレージ管理ツールを接続することにより行われる。

なお、例えば、論理ボリュームの論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）と各記憶装置に実際に割り振られている物理ブロックアドレスとの間に更に他のＬＢＡが設定されていてもよい。また、例えば、論理ボリュームのＬＢＡと仮想ボリュームのＬＢＡとの間に更に他のＬＢＡが設定されていてもよい。

実施形態において、仮想ボリュームは、シンプロビジョニングによる仮想ボリュームである。複数の記憶装置にまたがって設定された複数の論理ボリュームは、プール領域（ストレージプール）を構成するプールボリュームとして利用される。仮想ボリュームにアクセスが有ると、プール領域の論理ボリュームのうち仮想ボリュームに割り当てられていないものが割り当てられる。プール領域には、通常、各レベルのＲＡＩＤグループがある。各ＲＡＩＤグループを構成する少なくとも一つの論理ボリュームのうち、仮想ボリュームに未割当の論理ボリュームが、仮想ボリュームの一領域として獲得される。この新たな論理ボリュームの獲得により、一つの仮想ボリュームは複数のＲＡＩＤグループに設定された論理ボリュームを含んでいることがある。仮想ボリュームに対する論理ボリュームの割り当ては、後述のＬＢＡ変換テーブル７７により、仮想ボリュームに設定された論理ブロックアドレスと、論理ボリュームに設定された論理ブロックアドレスとが対応付けられることにより実現される。

サーバ１１、２１がアクセスする対象のデータは、アクセスするデータの記憶位置、読込み命令か書込み命令かを識別する情報、および書込む対象のデータ情報を含む。

図２Ａ〜２Ｃは、サーバから認識できる仮想ボリュームと、ＲＡＩＤグループに設定される論理ボリュームとの対応関係を示す図である。

図２Ａは、ストレージプールとして準備された複数のＲＡＩＤグループを示す模式図である。図２Ａにおいて、ストレージプール１９の中にＲＡＩＤグループとしてＲＡＩＤ１８ａ（＃０）、ＲＡＩＤ１８ｂ（＃１）が表示されている。各ＲＡＩＤグループ１８はそれぞれ複数の記憶装置１７を含む。

図２Ｂは、ＲＡＩＤグループ＃０に設定されたプールボリューム群５１（＃０）と、ＲＡＩＤグループ＃１に設定されたプールボリューム群５２（＃１）とを示す模式図である。プールボリューム群５１（＃０）は、プールボリューム（論理ボリューム）６１（＃０−０〜＃０−ｎ）を有する。プールボリューム群５２（＃１）は、プールボリューム６２（＃１−０〜＃１−ｎ）を有する。プールボリューム群５１（＃０）の各プールボリューム６１は、ＲＡＩＤ１８ａに含まれる複数の記憶装置１７ａにまたがって設定される。プールボリューム群１８ｂの各プールボリューム６２は、ＲＡＩＤ１８ｂに含まれる複数の記憶装置１７ｂにまたがって設定される。

図２Ｃは、プールボリュームと仮想ボリュームとの対応関係の一例を示す模式図である。図２Ｂのプールボリューム群５１のプールボリューム＃０−０、＃０−１、及びプールボリューム群５２のプールボリューム＃１−０が、サーバ１１が認識する仮想ボリューム８１の領域７４（＃０−０、＃０−１、及び＃０−２）に割り当てられている様子が示されている。

なお、仮想ボリューム８１内の領域７４（＃０−０、＃０−１、及び＃０−２）内の境界は、説明の便宜上示されたものである。実際には、サーバ側からは領域＃０−０、＃０−１、及び＃０−２の境界は識別できない。サーバ１１は、ＬＢＡ変換テーブル７７における仮想ＬＢＡにアクセスすることでプールボリュームへアクセスし、更に論理ブロックアドレス−物理ブロックアドレス変換テーブル（図示せず）により、各記憶装置１７（１７ａ、１７ｂ）に設定された物理ボリュームにアクセスする。図２Ｃにおいて、図２Ｂに示されるプールボリュームのうちサーバに割り当てられていない領域は、「未割当」と表示されている。図２Ｃの仮想ボリューム８１は、割り当てられたプールボリューム及び未割当のプールボリュームを含む全体の領域が、サーバ側に認識されている。

図３は、第１実施形態のストレージ制御装置１５、２５の物理的構成を示す図である。ストレージ制御装置１５は、制御部２、メモリ３を備え、ストレージ制御装置２５は、制御部４、メモリ５を備える。ストレージ制御装置１５の制御部２、メモリ３とストレージ制御装置２５の制御部４、メモリ５とは、それぞれ同じ機能である。よって、ストレージ制御装置１５の制御部２、メモリ３について主に説明する。

メモリ３は、制御部２が実行するプログラム、制御部２が処理する途中結果の情報、制御部２が読み書きする変換表等を記憶する。メモリ３は、例えば、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）、リードオンリーメモリ（ＲＯＭ）等である。メモリ３には、後述のＩ／Ｏ制御部、シンプロ制御部（仮想ボリューム制御部）、アクセスモニタ部、アクセス解析部、再配置制御部（移動制御部及びアクセス変換情報更新部）、ディスクモータ制御部、構成管理部、及びＲＡＩＤ制御部の機能を実行するための各種プログラムが格納されている。

制御部２は、メモリ３に格納されるプログラムを実行することにより、図４で説明するコントローラモジュール１１５として機能する。同様に制御部４は、図４で説明するコントローラモジュール１２５として機能する。制御部２は、例えば、ＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）である。

図４は、第１実施形態のストレージ制御装置のストレージコントローラモジュールの機能的構成を示す処理ブロック図である。

コントローラモジュール１１５、１２５は、サーバからのアクセス特性が類似するプールボリュームのデータ全てが同一ＲＡＩＤグループに含まれるように、複数のＲＡＩＤグループのうち一つの論理ボリューム（プールボリューム）へデータの移動を行い、その移動に伴いデータを記憶した論理ボリュームと仮想ボリュームに含まれる領域との対応を書換える。

コントローラモジュール１１５は、Ｉ／Ｏ制御部１３１、アクセスモニタ部１３３、アクセス解析部１３４、再配置制御部（移動制御部及びアクセス変換情報更新部）１３５、ディスクモータ制御部１３６、構成管理部１３７を含む。コントローラモジュール１２５は、Ｉ／Ｏ制御部１４１、アクセスモニタ部１４３、アクセス解析部１４４、再配置制御部１４５、ディスクモータ制御部１４６、及び構成管理部１４７を含む。

コントローラモジュール１１５の、Ｉ／Ｏ制御部１３１、アクセスモニタ部１３３、アクセス解析部１３４、再配置制御部１３５、ディスクモータ制御部１３６、構成管理部１３７と、コントローラモジュール１２５の、Ｉ／Ｏ制御部１４１、アクセスモニタ部１４３、アクセス解析部１４４、再配置制御部１４５、ディスクモータ制御部１４６、構成管理部１４７とは、それぞれ同じ機能である。よって、コントローラモジュール１１５の各機能的構成について主に説明する。

Ｉ／Ｏ制御部１３１は、ＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄにそれぞれ設定されるプールボリュームに記録されているデータに対する、サーバ１１、２１のアクセスを制御する。

Ｉ／Ｏ制御部１３１は、ＲＡＩＤ制御部１３８を備える。ＲＡＩＤ制御部１３８は、複数の記憶装置にまたがって設定される少なくとも一つのプールボリュームを備えるＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄを設定する。

Ｉ／Ｏ制御部１３１は、シンプロ（Ｔｈｉｎ Ｐｒｏｖｉｓｉｏｎｉｎｇ）制御部（仮想ボリューム制御部）１３２を備える。

シンプロ制御部１３２は、サーバ１１、２１が認識する仮想ボリュームの論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）に対して、ＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄそれぞれに設定されるプールボリュームのＬＢＡを割り当てる。この割り当てに基づき、Ｉ／Ｏ制御部１３１は、仮想ボリュームのＬＢＡへのアクセスを、プールボリュームのＬＢＡへのアクセスに変換する。シンプロ制御部１３２が生成する、後述のＬＢＡ変換テーブル７７を参照して、Ｉ／Ｏ制御部１３１は仮想ボリュームのＬＢＡへのアクセスをプールボリュームのＬＢＡへのアクセスに変換する。

図５は、ＬＢＡ変換テーブルの一例である。図５のＬＢＡ変換テーブル７７は、仮想ボリュームのＬＢＡに対するプールボリュームのＬＢＡの割り当てを定義する。ＬＢＡ変換テーブル７７は、「プールボリューム」、「プールボリュームＬＢＡ」、「仮想ボリューム」、「仮想ボリュームＬＢＡ」という４つの項目で構成される。プールボリュームの欄の値について、例えばＰｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃０−０は、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームを示す。（なお、本明細書において、例えば、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームを「プールボリューム＃０−０」と表記する場合がある。）プールボリュームＬＢＡの欄の値について、例えばＰＶ ＬＢＡ＃０−０は、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームのＬＢＡを示す。仮想ボリュームの欄の値について、例えば、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームは、Ｖｉｒｔｕａｌ Ｖｏｌｕｍｅ（仮想ボリューム）＃０に割り当てられ、ＲＡＩＤグループ＃０の２番目のプールボリュームは、未割当であることを示す。仮想ボリュームの欄の値について、例えば、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームのＬＢＡが、仮想ボリューム＃０の０番目のＶｉｒｔｕａｌ（仮想）ＬＢＡに対応付けられていることを示す。

また、シンプロ制御部１３２は、仮想ボリュームに実際に割り当てられている記憶容量が不足する場合に、プールボリュームのうち未割当のものを仮想ボリュームに割り当てる。

アクセスモニタ部１３３は、Ｉ／Ｏ制御部１３１において、サーバ１１、２１のプールボリュームへのアクセスを監視する。例えば、アクセスモニタ部１３３は、サーバがアクセスした仮想ボリュームと、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリュームと、そのアクセスが行われた最新の時刻とを監視する。

アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３が監視したアクセス頻度を解析し、プールボリュームの中から、データの移動元となるプールボリュームと、そのプールボリュームが設定されたＲＡＩＤ装置とは異なるＲＡＩＤ装置に含まれ、データの移動先となるプールボリュームとを決定する。

アクセス解析部１３４は、例えば、サーバ１１、２１がアクセスした仮想ボリュームと、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリュームと、そのアクセスが行われた最新の時刻の情報をアクセス管理テーブルに記録する。なお、アクセスモニタ部１３３は、アクセス管理テーブルの代わりに、後述のアクセスフラグマップを作成してもよい。

図６は、アクセス解析部１３４が作成するアクセス管理テーブルの一例である。図６のアクセス管理テーブルは、「プールボリューム」「仮想ボリューム」「最新アクセス時刻」の３つの項目で構成される。例えば、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームは、仮想ボリューム＃０に割り当てられ、最新アクセス時刻はＡＡＡＡＡＡＡであることを示す。ＲＡＩＤグループ＃０の２番目のプールボリュームは、割り当てられていない（Ｎｏｎ）ことを示す。ＲＡＩＤグループ＃１の１番目のプールボリュームは、サーバから一度アクセスがあり仮想ボリューム＃２に割り当てられている又はサーバからのアクセスはないが仮想ボリューム＃２に割り当てられているが、サーバからのアクセスがない（００００００００）ことを示す。

アクセス解析部１３４は、記録したプールボリューム、仮想ボリューム、アクセス時刻を解析する。解析の方法としては、例えば以下の方法が挙げられる。（Ｉ）アクセス解析部１３４は、所定の期間内にアクセスが有ったかを解析し、互いに異なるＲＡＩＤグループに属しサーバに割り当てられたプールボリュームのうち、所定の期間内（例えば、１時間、１日、１週間など）にアクセスが存在する２以上のプールボリュームを選択する。（ＩＩ）アクセス解析部１３４は、所定の期間内にアクセスが有ったかを解析し、互いに異なるＲＡＩＤグループに属しサーバに割り当てられたプールボリュームのうち、アクセスが行われていない２以上のプールボリュームを選択する。（Ｉ）（ＩＩ）の方法が続けて行われてもよい。

再配置制御部１３５は、アクセス解析部１３４が選択したプールのうち一のプールボリュームのデータ全てを、他のプールボリュームを含むＲＡＩＤグループにおいて未割当のプールボリュームに移動（コピー）する。また、再配置制御部１３５は、データの移動に応じて、シンプロ制御部１３２のＬＢＡ変換テーブル中の、データの移動に関係したプールボリュームのＬＢＡと仮想ボリュームのＬＢＡ変換テーブルを書き換える。すなわち、再配置制御部１３５は、データの移動先のプールボリュームのＬＢＡをデータの移動元のプールボリュームに対応する仮想ボリュームのＬＢＡに関連付ける。また、再配置制御部１３５は、データの移動元のボリュームのＬＢＡをデータの移動先のボリュームに対応する仮想ボリュームのＬＢＡに関連付ける。

図７〜８は、プールボリュームに格納されたデータの再配置を説明する図である。

図７は、ＲＡＩＤグループに設定された複数の論理ボリュームと、それを割り当てることにより設定された仮想ボリュームとの対応関係の一例を示す模式図である。

図７において、仮想ボリューム＃０〜＃ｎが複数のＲＡＩＤグループに構築されている。例えば、仮想ボリューム＃０に、ＲＡＩＤグループ＃０の０番目のプールボリュームと、ＲＡＩＤグループ＃１の０番目のプールボリュームと、ＲＡＩＤ＃２の０番目のプールボリュームとが割り当てられている。仮想ボリューム＃１に、ＲＡＩＤグループ＃０の１番目のプールボリュームが割り当てられている。仮想ボリューム＃２に、ＲＡＩＤグループ＃１の１番目のプールボリュームと、ＲＡＩＤ＃２の１番目のプールボリュームとが割り当てられている。仮想ボリューム＃ｎに、ＲＡＩＤグループ＃０のｎ番目のプールボリュームと、ＲＡＩＤグループ＃１のｎ番目のプールボリュームとが割り当てられている。ＲＡＩＤグループ＃０の０番目、ＲＡＩＤグループ＃１の０番目、ＲＡＩＤグループ＃０の１番目、及びＲＡＩＤグループ＃０のｎ番目のプールボリュームに対してサーバからのアクセスがある。一方、ＲＡＩＤ＃２の０番目、ＲＡＩＤグループ＃１の１番目、ＲＡＩＤ＃２の１番目、及びＲＡＩＤグループ＃１のｎ番目のプールボリュームに対してサーバからのアクセスはない。従って、ＲＡＩＤグループ＃０〜＃２に含まれる記憶装置に対してそれぞれアクセスがあるため、ＲＡＩＤグループ＃０〜＃２に含まれる記憶装置はいずれも駆動させている（Ｍｏｔｏｒ Ｏｎ）状態である。

図８は、図７に示される複数のプールボリュームとそれに対応する仮想ボリュームに関し、プールボリュームへのアクセスの有無に基づいてデータを移動した３つのボリュームと、仮想ボリュームとの対応関係の一例を示す模式図である。この例ではＲＡＩＤグループ＃０にアクセスがあるプールボリュームのデータを集め、ＲＡＩＤ＃２にアクセスのないプールボリュームのデータを集め、ＲＡＩＤグループ＃１に未割当のプールボリュームを集める。すなわち、ＲＡＩＤグループ＃１の０番目のプールボリュームのデータをＲＡＩＤグループ＃０の２番目のプールボリュームに移動（コピー）させ、ＲＡＩＤグループ＃１の１番目のプールボリュームのデータをＲＡＩＤ＃２の２番目のプールボリュームに移動（コピー）させ、ＲＡＩＤグループ＃１のｎ番目のプールボリュームのデータをＲＡＩＤ＃２の３番目のプールボリュームに移動（コピー）させる。

図９は、再配置制御部１３５によって書き換えられたＬＢＡ変換テーブル７７である。上記データの移動に応じて、ＬＢＡ変換テーブルを書き換え、仮想ボリュームに対するプールボリュームの割り当てを変更する。

データの移動と、ＬＢＡ変換テーブル７７の書き換えにより、ＲＡＩＤグループ＃１、＃２に含まれる記憶装置に対するアクセスが行われなくなるため、ＲＡＩＤグループ＃１、＃２の駆動を停止（Ｍｏｔｏｒ Ｏｆｆ）することができる。図８に表示される示されるＲＡＩＤグループのなかでは、アクセスがあるのはＲＡＩＤグループ＃０のみであり、ディスク＃０−０〜＃０−３のみを駆動させればよいため、ストレージ装置群の消費電力が抑制されうる。なお、仮想ボリュームに割り当てられているが所定の期間内にアクセスがないＲＡＩＤグループ＃１を構成するディスク＃１−０〜＃１−３のうちＲＡＩＤの冗長度の分だけディスクのモータの駆動を停止させてもよい。このとき、サーバからアクセスがあっても遅滞なく読み出し及び書き込み動作がなされる。

再び図４を用いて、コントローラモジュール１１５の説明を続ける。

ディスクモータ制御部１３６は、アクセスモニタ部１３３が記録した、サーバ１１、２１のプールボリュームに対するアクセス状況（アクセスされたプールボリューム、アクセスされた時刻）に基づき、ＲＡＩＤグループ１８ａ〜１８ｄに含まれる複数の記憶装置１７のディスクモータを制御することで、記憶媒体の駆動（例えばディスクの回転動作）を制御する。ディスクモータ制御部１３６は、アクセス頻度（アクセスフラグ）が所定値よりも低い記憶媒体の駆動を停止させることで、消費電力を抑制する。例えば、ディスクモータ制御部１３６は、ある時間帯においてアクセス予定がないＨＤＤのディスクモータの回転を停止させることで、消費電力を抑制する。

構成管理部１３７は、ストレージシステムの構成を管理する。例えば、各記憶装置１７の記憶媒体の駆動（ディスクの回転）の状態を保持する。

図１０は、第１実施形態のストレージ制御装置を用いたストレージ制御方法のフローである。

まず、アクセスモニタ部１３３は、Ｉ／Ｏ制御部１３１において、サーバ１１、２１のプールボリュームへのアクセスを監視する（Ｓ１０１）。例えば、アクセスモニタ部１３３は、サーバがアクセスした仮想ボリュームと、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリュームと、そのアクセスが行われた最新の時刻とを監視する。

次いで、アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３が監視したサーバがアクセスした仮想ボリュームと、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリュームと、そのアクセスが行われた最新の時刻の情報とを解析し、プールボリュームの中から、移動元のプールボリュームと、該移動元のプールボリュームが設定されたＲＡＩＤ装置とは異なるＲＡＩＤ装置に設定された移動先のプールボリュームとを決定する（Ｓ１０２）。

次いで、再配置制御部１３５は、アクセス解析部１３４によって決定された移動元のプールボリュームのデータを移動先のプールボリュームへ移動する（Ｓ１０３）。

次いで、再配置制御部１３５は、データの再配置に応じて、シンプロ制御部１３２のＬＢＡ変換テーブル中の、データの移動に関係したプールボリュームのＬＢＡと仮想ボリュームのＬＢＡ変換テーブルを書き換える（Ｓ１０４）。

図１１、１２は、アクセス解析部が行う解析（Ｓ１０２）と、再配置制御部が行う再配置（Ｓ１０３）の一例である制御フローである。

図１１は、ある時点において、一定時間アクセスがない状態で駆動している一つのＲＡＩＤグループへ、一定時間内にアクセスがある他のＲＡＩＤグループに含まれるプールボリュームのうちアクセスがないもののデータを移動する制御フローである。

アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３から取得したアクセスの情報（サーバがアクセスした仮想ボリューム、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリューム、そのアクセスが行われた最新の時刻）から、アクセス管理テーブルを作成する。また、アクセス解析部１３４は、作成したアクセス管理テーブルから、記憶媒体の駆動が認識されているＲＡＩＤグループのうち、一定時間アクセスがないプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（１）を作成する。例えば、図６のアクセス管理テーブルにおいて、リスト（１）にリストアップされる一定時間アクセスがないプールボリュームは、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−１、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−ｎ、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃２−０、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃２−１である。

アクセス解析部１３４は、構成管理部１３７によって保持された、記憶媒体の駆動の状態の情報を取得する。更に、アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３が作成したアクセス管理テーブルから、アクセスがあるプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（２）を作成する（Ｓ２０１）。例えば、図６のアクセス管理テーブルにおいて、リスト（２）にリストアップされるアクセスがあるプールボリュームは、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃０−０、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃０−１、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃０−ｎ、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−０である。

次いで、アクセス解析部１３４は、リスト（１）とリスト（２）の両方に属するＲＡＩＤグループを検索する。検索されたＲＡＩＤグループは、一定時間アクセスが有るプールボリュームとアクセスが無いプールボリュームとが混在しており、移動元のＲＡＩＤグループの候補となる。アクセス解析部１３４は、この検索結果と、リスト（１）とから、移動元のプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（３）を作成する（Ｓ２０２）。例えば、図６のアクセス管理テーブルから作成したリスト（１）（２）によれば、リスト（３）にリストアップされるのは、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−１（ＲＡＩＤグループ＃１）、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−ｎ（ＲＡＩＤグループ＃１）である。

リスト（３）にプールボリュームがリストアップされているとき（Ｓ２０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、リスト（３）において、アクセスの無いプールボリュームの数が最も小さいＲＡＩＤグループを検索し、それに属するプールボリュームを移動元のプールボリュームに決定する（Ｓ２０４）。こうして決定されたプールボリュームのデータを移動すると、データの移動量が最も少ない点から好ましい。

次いで、アクセス解析部１３４は、リスト（２）にリストアップされておらず、且つ、シンプロ制御部１３２が作成したＬＢＡ変換テーブルを参照して、移動元に記憶されたデータを移動でき仮想ボリュームに未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在するかどうか判断する（Ｓ２０５）。リスト（２）にリストアップされておらず、且つ、移動元に記憶されたデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループに属する未割当のプールボリュームは、移動先のプールボリュームの候補となる。一定時間内にアクセスのないデータを特定のＲＡＩＤグループに集約するためである。

リスト（２）にリストアップされておらず、且つ、移動元に記憶されたデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在する場合（Ｓ２０５Ｙｅｓ判定）、再配置制御部１３５は、ステップ２０４で決定した移動元のプールボリュームのデータを、Ｓ２０５で判断した未割当のプールボリューム（移動先）へコピーする（Ｓ２０６）。次いで、再配置制御部１３５は、データの移動が完了した移動元プールボリュームと、それが属するＲＡＩＤグループのリストを削除する（Ｓ２０７）。

リスト（２）にリストアップされておらず、且つ、移動元に記憶されたデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在しない場合（Ｓ２０５Ｎｏ判定）、再配置制御部１３５は、移動を行うことなく、ステップ２０４で移動元に決定されたプールボリュームと、それが属するＲＡＩＤグループのリストを削除する（Ｓ２０７）。

次いで、リスト（３）にリストアップされたプールボリュームが残っている場合は（Ｓ２０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４及び再配置制御部１３５は上記ステップ２０４〜２０７を繰り返し行い、残っていなければ（Ｓ２０３Ｎｏ判定）、解析及び再配置処理が終了する。

なお、図１１に示される再配置において、ステップ２０５のＹｅｓ判定の後、再配置制御部１３５が、再配置処理を行うため、及び再配置処理後のプールボリュームのＬＢＡの仮想ボリュームのＬＢＡに対する割り当てを変更するため、予めＬＢＡ変換テーブルを作成してもよい。再配置処理が完了した後、シンプロ制御部１３２は、既存のＬＢＡ変換テーブルを、再配置制御部１３５が作成したＬＢＡ変換テーブルと置換する。

図１２は、ある時点において、一定時間内にアクセスが有るＲＡＩＤグループの未割当のプールボリュームへ、一定時間内にアクセスがある他のＲＡＩＤグループのプールボリュームを移動する制御フローである。

アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３から取得したアクセスの情報（サーバがアクセスした仮想ボリューム、アクセスされた仮想ボリュームの領域に対応するプールボリューム、そのアクセスが行われた最新の時刻）から、アクセス管理テーブルを作成する。また、アクセス解析部１３４は、作成したアクセス管理テーブルから、記憶媒体の駆動が認識されているＲＡＩＤグループのうち、一定時間アクセスがないプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（１）を作成する。アクセス解析部１３４は、構成管理部１３７によって保持された、記憶媒体の駆動の状態の情報を取得する。更に、アクセス解析部１３４は、アクセスモニタ部１３３が作成したアクセス管理テーブルから、アクセスがあるプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（２）を作成する。（Ｓ３０１）
次いで、アクセス解析部１３４は、リスト（１）とリスト（２）の両方に属するＲＡＩＤグループを検索する。検索されたＲＡＩＤグループは、一定時間アクセスが有るプールボリュームとアクセスが無いプールボリュームとが混在しており、移動元のＲＡＩＤグループの候補となる。アクセス解析部１３４は、この検索結果と、リスト（２）とから、移動元のプールボリュームと、そのプールボリュームが属するＲＡＩＤグループとの２項目で構成されるリスト（４）を作成する（Ｓ３０２）。例えば、図６のアクセス管理テーブルから作成したリスト（１）（２）によれば、リスト（４）にリストアップされるのは、Ｐｏｏｌ Ｖｏｌｕｍｅ＃１−０（ＲＡＩＤグループ＃１）である。

リスト（４）にプールボリュームがリストアップされているとき（Ｓ３０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、リスト（４）において、アクセスの有るプールボリュームの数が最も小さいＲＡＩＤグループを検索し、それに属するプールボリュームを移動元のプールボリュームに決定する（Ｓ３０４）。決定されたプールボリュームのデータを移動すると、データの移動量が最も少ないからである。

アクセス解析部１３４は、リスト（４）にリストアップされており、且つ、シンプロ制御部１３２が作成したＬＢＡ変換テーブルを参照して、移動元のデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在するかどうか判断する（Ｓ３０５）。

リスト（４）にリストアップされており、且つ、シンプロ制御部１３２が作成したＬＢＡ変換テーブルを参照して、移動元のデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループに属する未割当のプールボリュームは、アクセスのある移動元のデータをコピーする移動先のプールボリュームの候補となる。一定時間内にアクセスのあるデータを特定のＲＡＩＤグループに集約するためである。

リスト（４）にリストアップされており、且つ、シンプロ制御部１３２が作成したＬＢＡ変換テーブルを参照して、移動元のデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在する場合（Ｓ３０５Ｙｅｓ判定）、再配置制御部１３５は、ステップ３０４で決定した移動元のプールボリュームのデータを、ステップ３０４で判断した未割当のプールボリューム（移動先）へコピーする（Ｓ３０６）。次いで、再配置制御部１３５は、データの移動が完了した移動元プールボリュームと、それが属するＲＡＩＤグループのリストを削除する（Ｓ３０７）。

リスト（４）にリストアップされており、且つ、シンプロ制御部１３２が作成したＬＢＡ変換テーブルを参照して、移動元のデータを移動できる未割当のプールボリュームが存在するＲＡＩＤグループが存在しない場合（Ｓ３０５Ｎｏ判定）、再配置制御部１３５は、移動を行うことなく、ステップ３０４で移動元に決定されたプールボリュームをと、それが属するＲＡＩＤグループのリストを削除する（Ｓ３０７）。

次いで、リスト（４）にリストアップされたプールボリュームが残っている場合は（Ｓ３０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４及び再配置制御部１３５は上記ステップ３０４〜３０７を繰り返し行い、残っていなければ（Ｓ３０３Ｎｏ判定）、解析及び再配置処理が終了する。

なお、図１２に示される再配置において、ステップ２０４のＹｅｓ判定の後、再配置制御部１３５は、再配置処理を行い、再配置処理後のプールボリュームのＬＢＡの仮想ボリュームのＬＢＡに対する割り当てを変更するため、予めＬＢＡ変換テーブルを作成してもよい。再配置処理が完了した後、シンプロ制御部１３２は、既存のＬＢＡ変換テーブルを、再配置制御部１３５が作成したＬＢＡ変換テーブルと置換する。

第１実施形態のストレージシステムのストレージ制御装置、及びストレージ制御方法において、ＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置にまたがって設定される複数のプールボリュームへのアクセスが監視され、それが解析され、アクセス頻度が類似するプールボリュームのデータが複数のＲＡＩＤグループのうち一つのＲＡＩＤグループへ移動され、移動に応じてＬＢＡ変換テーブルが書き換えられる。これによりアクセス頻度が高いプールボリュームを有するＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置を駆動させ、アクセス頻度が低いプールボリュームを有するＲＡＩＤグループを構成する複数の記憶装置を停止させることができる。ゆえに、ストレージ装置群の消費電力を抑制できる。シンプロビジョニングにおいて、仮想ボリュームに対するプールボリュームの割り当て量が増加したときに、第１実施形態のストレージ制御装置及びストレージ制御方法によれば、アクセスが頻繁に行われるデータの量に対してモータオン状態のストレージ装置の数が減少するため、ストレージ装置群の消費電力を効果的に抑制できる。また、ＲＡＩＤグループ間のデータの移動はプールボリューム単位で行われるため、サーバ側に移動のための特別な機能を準備しなくてもよい。また、データの移動に応じてＬＢＡ変換テーブルを書き換えるため、データの移動はサーバ側が認識する仮想ボリュームに影響を与えない。

なお、第１実施形態において、記憶装置１７が、ＨＤＤの代わりにソリッドステートディスク（ＳＳＤ）であってもよい。この場合、例えば、ディスクモータ制御部１３６は、ある時間帯においてアクセスがないＳＳＤに対する電源の供給を停止する。

以下、アクセス解析部による解析方法及び再配置制御部による再配置方法に関する第２実施形態について図１３〜１７を用いて説明する。第２実施形態において、第１実施形態と共通するストレージシステムの構成については同一の番号を付し、説明を省略する。

第２実施形態において、アクセス解析部はアクセスフラグマップを作成し、それを用いてデータの移動元のプールボリュームを決定する。

図１３は、アクセスモニタ部１３３がモニタリングした情報に基づき、アクセス解析部１３４が作成したあるプールボリュームのアクセスフラグマップである。図１３において、横方向は時間を示し、所定の時間Ｔ内にサーバからプールボリュームにアクセスがあった場合にフラグ値を１に、アクセスが無かった場合にフラグ値を０にするように設定されている。所定の時間Ｔは、例えば５分間、１時間、２４時間、１週間など、任意に設定されうる。

図１４Ａは、ＲＡＩＤグループ＃０及び＃１の各プールボリュームに対してアクセスが有るか否かを表示するアクセスフラグマップの一例である。このアクセスフラグマップにおいて、１時間単位で、現在（１７時）からさかのぼって２３時間前までの各プールボリュームへのアクセスの有無が記されている。アクセスが有れば１、アクセスが無ければ０が記されている。各アクセスフラグマップの左側の項目は、左から順に、プールボリューム、割り当てられた仮想ボリューム、及びグルーピングである。仮想ボリューム及びグルーピングの項目において＃Ｎ／Ａは未割当を意味する。

また、アクセスフラグマップの上には、各ＲＡＩＤグループ単位で重複度が記されている。重複度は、各時間における、各ＲＡＩＤグループに属する全てのプールボリュームのフラグの合計値である。重複度が高い時間帯は、ＲＡＩＤを構成する記憶装置へのアクセス頻度が高いことを示唆する。

アクセス解析部１３４は、このアクセスフラグマップから、異なるＲＡＩＤグループに属し、アクセス特性が類似するプールボリュームを選択する。アクセス特性が類似するプールボリュームは、例えば、互いに異なるＲＡＩＤグループに属し、ある時間帯にいずれもアクセスがあるプールボリュームである。また、アクセス特性が類似するプールボリュームは、例えば、互いに異なるＲＡＩＤグループに属し、ある時間帯にいずれもアクセスがないプールボリュームである。アクセス解析部１３４は、仮に同一のＲＡＩＤグループに属することになれば現状よりも記憶装置の駆動時間が短くなるようにデータの移動元のプールボリュームを選択する。

図１４Ａにおいて、９〜１１時の３時間、プールボリューム＃０−０及びプールボリューム＃１−１にアクセスがある。アクセス解析部１３４は、プールボリューム＃０−０及びプールボリューム＃１−１をデータの移動元候補とする（図１４Ａ参照）。

続いて、データの移動元候補の２つのプールボリュームのうち一方に含まれる全データを、そのプールボリュームの属さない他のＲＡＩＤグループに含まれる未割当のプールボリュームへ移動する。アクセス解析部１３４は、どちらのプールボリュームをデータの移動元とするかを決定する。移設元のデータを他のＲＡＩＤグループに含まれる未割当のプールボリュームへ移動する際に、仮に一つのＲＡＩＤグループに属するプールボリュームを移設元のプールボリュームとする場合と、仮に前記他のＲＡＩＤグループに属するプールボリュームのデータを移設元のプールボリュームとする場合とを比較して、消費電力がより抑制される場合のプールボリュームを移設元のプールボリュームとして決定する。

仮に、プールボリューム＃０−０の全データをＲＡＩＤグループ＃１の未割当のプールボリュームに移動した場合、ＲＡＩＤグループ＃０のモータオフ時間は４時間から１１時間へと７時間増加する一方、ＲＡＩＤグループ＃１のモータオフ時間は４時間から１時間へと５時間減少する。また、仮に、プールボリューム＃１−１の全データをＲＡＩＤグループ＃１からＲＡＩＤグループ＃０の未割当のプールボリュームに移動した場合、ＲＡＩＤグループ＃０のモータオフ時間は４時間のままである一方、ＲＡＩＤグループ＃１のモータオフ時間は６時間から１０時間へと４時間増加する。ＲＡＩＤグループ＃０を構成する記憶装置の消費電力と、ＲＡＩＤグループ＃１を構成する記憶装置のそれとが同じであるとき、ＲＡＩＤグループ＃１に属するプールボリューム＃１−１のデータをＲＡＩＤグループ＃０の未割当のプールボリュームのデータに移動するほうが、より消費電力を抑えられる。

データの移動元が決定されたら、アクセス制御部１３４はデータの移動先のＲＡＩＤグループに未割当のプールボリュームがあるか否かを判断する。未割当のプールボリュームがあれば、再配置制御部１３５は、プールボリューム＃１−１のデータをＲＡＩＤグループ＃０の未割当のプールボリューム＃０−３に移動し、その後、プールボリューム＃０−０及びプールボリューム＃０−３のグルーピングの値をグループ＃０としてグルーピングする（図１４Ｂ参照）。グルーピングされたプールボリュームは、アクセスの頻度、アクセスがあった時間帯などが類似している点からグルーピングされる。既にグルーピングされたプールボリュームは、原則、再度のデータの移動元候補として選択されないようにする。データの移動元であるプールボリューム毎に移動先のプールボリュームを決定し、データの移動を行うという１回の処理の中で、移動先に移動させたデータを再び移動させるという、無駄な処理を行わないようにするためである。但し、時間が経過するにつれてアクセス特性が変化した場合、グルーピングしている意味がなくなることもある。その場合においては、プールボリュームのグルーピングを解除し、新たにプールボリュームのグルーピングを組みなおしてもよい。

また更に、１８〜２４時の６時間、プールボリューム＃０−２及びプールボリューム＃１−２にアクセスがある。アクセス解析部１３４は、プールボリューム＃０−２及びプールボリューム＃１−２をデータの移動元候補とする（図１５Ａ参照）。

続いて、データの移動元候補の２つのプールボリュームのうち一方に含まれる全データを、そのプールボリュームの属さない他のＲＡＩＤグループに含まれる未割当のプールボリュームへ移動する。アクセス解析部１３４は、どちらのプールボリュームをデータの移動元とするかを判断する。仮に、プールボリューム＃０−２の全データをＲＡＩＤグループ＃１の未割当のプールボリュームに移動した場合、ＲＡＩＤグループ＃０のモータオフ時間は４時間から１０時間へと６時間増加する。一方、ＲＡＩＤグループ＃１のモータオフ時間は１０時間のままである。また、仮に、プールボリューム＃１−２の全データをＲＡＩＤグループ＃１からＲＡＩＤグループ＃０の図示されない未割当のプールボリュームに移動した場合、ＲＡＩＤグループ＃０のモータオフ時間は４時間から２時間へと２時間減少する。一方、ＲＡＩＤグループ＃１のモータオフ時間は１０時間から１６時間へと６時間増加する。ＲＡＩＤグループ＃０を構成する記憶装置の消費電力と、ＲＡＩＤグループ＃１を構成する記憶装置のそれとが同じであるとき、ＲＡＩＤグループ＃１に属するプールボリューム＃０−２をＲＡＩＤグループ＃１の未割当のプールボリュームに移動するほうが、より消費電力を抑えられる。

再配置制御部１３５は、プールボリューム＃０−２をＲＡＩＤグループ＃１の未割当のプールボリューム＃１−３に移動し、その後、プールボリューム＃１−２及びプールボリューム＃１−３のグルーピングの値をグループ＃１としてグルーピングする（図１５Ｂ参照）。

図１６〜１７は、第２実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析、及び解析結果に基づく再配置のフローチャートである。

まず、アクセス解析部１３４は、現在（１７時）において、アクセスが完了したプールボリュームのリスト（１）と、アクセスを開始するプールボリュームのリスト（２）を作成する（Ｓ４０１）。図１４Ａのアクセスフラグマップによれば、リスト（１）にプールボリューム＃０−０がリストアップされ、リスト（２）にプールボリューム＃０−２、＃１−２がリストアップされる。本工程で作成されるリスト（１）（２）に挙げられるプールボリュームは、データの移動元候補のプールボリュームとなるが、データの移動元候補の組み合わせの選定の方法はこれに限られるものではない。

次いで、アクセス解析部１３４は、リスト（１）にプールボリュームがあるか否かを判定する（Ｓ４０２）。リスト（１）にプールボリュームがあれば（Ｓ４０２Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、リスト（１）のプールボリュームと同じＲＡＩＤグループに属すれば、連続モータオフ時間が長くなる、他のＲＡＩＤに属するプールボリュームを検索する（Ｓ４０３）。具体的には、リスト（１）のプールボリュームのアクセスフラグと他のプールボリュームのアクセスフラグとで論理和（ＯＲ）をとる。論理和をとった結果、どちらの値も０となる連続時間が最も長いプールボリュームを検索結果とする。

ステップ４０３の検索結果のプールボリュームがあれば（Ｓ４０４Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４はデータの移動元のプールボリュームを決定する（Ｓ４０５）。リスト（１）のプールボリュームのうちステップ４０３で検索したもの及び検索結果のプールボリュームが、図１４Ａを用いて説明したデータの移動元候補のプールボリュームである。本工程において、アクセス解析部１３４は、データの移動元の候補のプールボリュームのうち、どちらをデータの移動元とするかを判断する。

次いで、アクセス解析部１３４は、データの移動先のプールボリュームの有無を判断する。データの移動先のプールボリュームがあれば（Ｓ４０６Ｙｅｓ判定）、再配置制御部１３５はデータの移動元のプールボリュームの全データを移動先のプールボリュームへと移動（コピー）する（Ｓ４０７）。その後、アクセス解析部１３４は、リスト(１)のプールボリュームと検索結果のプールボリュームとをグルーピングする（Ｓ４０８）。また、アクセス解析部１３４は、データの移動に関わったプールボリュームをリスト（１）から削除する（Ｓ４０９）。図１４Ａ、１４Ｂで説明したアクセスフラグマップを用いた解析例においては、プールボリューム＃０−２及び＃１−２が削除される。

ステップ４０３の検索結果のプールボリュームがなければ（Ｓ４０４Ｎｏ判定）、又はステップ４０６のデータの移動先のプールボリュームがなければ（Ｓ４０６Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動に関わったプールボリュームをリスト（１）から削除する（Ｓ４０９）。

ステップ４０９の後、リスト（１）にプールボリュームが残っていれば（Ｓ４０２Ｙｅｓ判定）、ステップ４０３〜４０９を繰り返し行う。リスト（１）にプールボリュームが残っていなければ（Ｓ４０２Ｎｏ判定）、リスト（２）のプールボリュームに関してデータの移動の検討を行う（Ｓ５０１へ）。

アクセス解析部１３４は、リスト（２）にプールボリュームがあるか否かを判定する（Ｓ５０１）。リスト（２）にプールボリュームがあれば（Ｓ５０１Ｙｅｓ判定）、ステップ４０３と同様、アクセス解析部１３４は、リスト（２）のプールボリュームと同じＲＡＩＤに属すれば連続モータオフ時間が長くなる、他のＲＡＩＤに属するプールボリュームを検索する（Ｓ５０２）。

ステップ５０２の検索結果のプールボリュームがあれば（Ｓ５０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４はデータの移動元のプールボリュームを決定する（Ｓ５０４）。リスト（２）のプールボリュームのうちステップ５０２で検索したもの、及び検索結果のプールボリュームが、図１５Ａを用いて説明したデータの移動元候補のプールボリュームである。アクセス解析部１３４は、どちらのプールボリュームをデータの移動元とするかを判断する。

次いで、アクセス解析部１３４は、データの移動先のプールボリュームの有無を判断する。データの移動先のプールボリュームがあれば（Ｓ５０５Ｙｅｓ判定）、再配置制御部１３５はデータの移動元のプールボリュームの全データを移動先のプールボリュームへと移動（コピー）する（Ｓ５０６）。その後、アクセス解析部１３４は、リスト(２)のプールボリュームと検索結果のプールボリュームとをグルーピングする（Ｓ５０７）。また、アクセス解析部１３４は、データの移動に関わったプールボリュームをリスト（２）から削除する（Ｓ５０８）。図１４Ａ〜１５Ｂで説明したアクセスフラグマップを用いた解析例においては、プールボリューム＃０−２及び＃１−２が削除される。

ステップ５０２の検索結果のプールボリュームがなければ（Ｓ５０３Ｎｏ判定）、又はステップ５０５のデータの移動先のプールボリュームがなければ（Ｓ５０５Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動に関わったプールボリュームをリスト（２）から削除する（Ｓ５０８）。

ステップ５０８の後、リスト（２）にプールボリュームが残っていれば（Ｓ５０１Ｙｅｓ判定）、ステップ５０２〜５０８を繰り返し行う。リスト（２）にプールボリュームが残っていなければ（Ｓ５０１Ｎｏ判定）、アクセスの解析及び再配置は終了する。

なお、上記実施形態において、アクセスフラグマップを作成することにより、過去のアクセス特性に基づきデータの移動が行われているが、サーバからプールボリュームに対して予期しないアクセスがある場合もある。その場合には、例えば、Ｉ／Ｏ制御部がサーバに対してｂｕｓｙを返す。或いは例えば、Ｉ／Ｏ制御部が記憶装置のディスクが回転してアクセス可能な状態になるまで待ってから、記憶装置の記憶領域に対してアクセスする。

また、データの移動（コピー）中にサーバから移動元のプールボリュームに対して読み込みのアクセスがあるとき、サーバによる記憶領域に記録されたデータの読み込みは、例えば、Ｉ／Ｏ制御部が移動前のプールボリュームに対して直接アクセスすることによって行われる。また、データの移動（コピー）中にサーバから移動元のプールボリュームに対して書き込みのアクセスがあるとき、サーバによる記憶領域へのデータの書き込みは次のように行われる。例えば、Ｉ／Ｏ制御部がメモリ２に対して一時的に書き込むデータを保存し、データの移動が終わった後で、一時的に保存されたデータを移動先のプールボリュームに対して書き込む。

第２実施形態の解析方法を用いたストレージ制御方法によれば、第１実施形態のストレージ制御方法と同様に、ストレージ装置の消費電力を抑制できる。シンプロビジョニングにおいて、仮想ボリュームに対するプールボリュームの割り当て量が増加したときに、ストレージ装置群の消費電力を効果的に抑制できる。また、サーバ側にデータの移動のための特別な機能を準備しなくてもよい。また、データの移動はサーバ側が認識するボリュームに影響を与えない。更に、第２実施形態においては、時間ごとにプールボリュームへのアクセスの有無を監視することにより、消費電力を抑制するためのデータの移動をより精密に行うことができる。ゆえに、更に消費電力を抑制することができる。

以下、アクセス解析部による解析方法及び再配置制御部による再配置方法に関する第３実施形態について図１８〜２１を用いて説明する。第３実施形態において、第２実施形態と共通するストレージシステムの構成については同一の番号を付し、説明を省略する。

第３実施形態は、第２実施形態のアクセス解析部による解析方法において、データの移動元のプールボリュームを決定する方法（Ｓ４０５及びＳ５０５）が異なる点を除き、第２実施形態の解析及び再配置の方法と同様である。以下、データの移動元のプールボリュームを決定する方法を説明する。

図１８〜２０は、第３実施形態に関し、アクセス解析部が作成したアクセスフラグマップを用いて行う解析、及び解析結果に基づく再配置のフローチャートの一例である。

第３実施形態において、第２実施形態におけるリスト（１）及び（２）に挙げられた各プールボリュームを「プールボリューム１」と、リスト（１）及び（２）のプールボリュームがそれぞれ属するＲＡＩＤを「ＲＡＩＤ（１）」と総称する。また、この「ＲＡＩＤ（１）」以外のＲＡＩＤグループを「ＲＡＩＤ（２）」と総称し、ＲＡＩＤ（２）に属する各プールボリュームを「プールボリューム２」と総称する。

図１４Ａに示されるアクセスフラグマップの解析において、リスト（１）にはプールボリューム＃０−０、リスト（２）にはプールボリューム＃０−２、＃１−２がリストアップされ、これらはプールボリューム１と総称される。

例えば、プールボリューム＃０−０が属するＲＡＩＤグループ＃０がＲＡＩＤ（１）であるとき、このＲＡＩＤ（１）に対応するＲＡＩＤ（２）は、ＲＡＩＤグループ＃０以外のＲＡＩＤグループ、すなわちＲＡＩＤグループ＃１である。また、ＲＡＩＤグループ＃１に属する各プールボリュームがプールボリューム２である。

また、例えば、プールボリューム＃１−２が属するＲＡＩＤグループ＃１がＲＡＩＤ（１）であるとき、このＲＡＩＤ（１）に対応するＲＡＩＤ（２）は、ＲＡＩＤグループ＃１以外のＲＡＩＤグループ、すなわちＲＡＩＤグループ＃０である。また、ＲＡＩＤグループ＃０に属する各プールボリュームがプールボリューム２である。

まず、アクセス解析部１３４は、リスト（１）又は（２）に挙げられたプールボリューム群の中から選択される１のプールボリューム１のアクセスフラグ値と、ＲＡＩＤ（１）以外のＲＡＩＤに属する各プールボリュームから選択される１つのプールボリューム２のアクセスフラグ値との各時間における論理和（ＯＲ）を算出する。算出した論理和を仮グルーピングアクセス特性と呼ぶ。アクセス解析部１３４は、更に、仮グルーピングアクセス特性から、仮にプールボリューム１と２とが同一ＲＡＩＤに属すると仮定するならば、連続してモータをオフにすることができる（すなわち、プールボリューム１にも２にも連続してアクセスがない）時間の最大値を算出する（Ｓ６０１）。

次いで、アクセス解析部１３４は、ステップ６０１で算出した連続モータオフ時間の最大値が、グルーピング最大連続モータオフ時間よりも長いか否かを判断する（Ｓ６０２）。

グルーピング最大連続モータオフ時間は、プールボリューム１と各プールボリューム２との間で既に算出された連続モータオフ時間の最大値のうち、最大のものを意味する。グルーピング最大連続モータオフ時間の初期値は０である。

最大連続モータオフ時間のほうが長くないとき（Ｓ６０２Ｎｏ判定）、プールボリューム１と他のプールボリューム２との間の仮グルーピングアクセス特性と、モータオフ時間の最大値の算出とが繰り返し行われる（Ｓ６０１〜６０２）。

最大連続モータオフ時間のほうが長いとき（Ｓ６０２Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、もしプールボリューム１をＲＡＩＤ（２）へ移動するならば、ＲＡＩＤ（１）とＲＡＩＤ（２）それぞれのアクセスフラグがどのように変化するかを算出する。すなわち、アクセス解析部１３４は、プールボリューム１のアクセスフラグを除くＲＡＩＤ（１）の重複度を、仮重複アクセス特性１−１として算出し、また、その重複度の最大値を最大重複度１−１とする。また、アクセス解析部１３４は、プールボリューム１のアクセスフラグを加えたＲＡＩＤ（２）の重複度を仮重複アクセス特性１−２として算出し、また、その重複度の最大値を最大重複度１−２とする（Ｓ６０３）。

図２１Ａは、図１４Ａに示されるアクセスフラグマップの解析において、プールボリューム＃０−０をＲＡＩＤグループ＃１へ移動すると仮定した場合のＲＡＩＤグループ＃０とＲＡＩＤグループ＃１の重複度（仮重複アクセス特性）である。最大重複度１−１は、５〜８時における値の２であり、最大重複度１−２は、１〜２時及び９〜１１時における値の２である。

次いで、アクセス解析部１３４は、もしプールボリューム２をＲＡＩＤ（１）へ移動するならば、ＲＡＩＤ（１）とＲＡＩＤ（２）それぞれのアクセスフラグがどのように変化するかを算出する。すなわち、アクセス解析部１３４は、プールボリューム２のアクセスフラグを加えたＲＡＩＤ（１）の重複度を仮重複アクセス特性２−１として算出し、また、その重複度の最大値を最大重複度２−１とする。また、アクセス解析部１３４は、プールボリューム２のアクセスフラグを除いたＲＡＩＤ（２）の重複度を仮重複アクセス特性２−２として算出し、また、その重複度の最大値を最大重複度２−２とする（Ｓ６０４）。

図２１Ｂは、図１４Ａに示されるアクセスフラグマップの解析において、プールボリューム＃１−１をＲＡＩＤグループ＃０へ移動すると仮定した場合のＲＡＩＤグループ＃０とＲＡＩＤグループ＃１の重複度（仮重複アクセス特性）である。最大重複度２−１は、９時における値の４であり、最大重複度２−２は、１〜８時及び１８〜２４時における値の１である。

次いで、アクセス解析部１３４は、（Ａ）最大重複度１−１又は１−２が閾値a以上である時間帯が存在するか否か、或いは（Ｂ）仮重複アクセス特性１−１又は１−２において閾値ｂ以上の時間帯が閾値ｃ時間以上連続して存在するか否かを判定する（Ｓ６０５）。但し、閾値ａ＞ｂである。最大重複度の閾値ａ、仮重複アクセス特性の閾値ｂ、及び時間の閾値ｃは、ＲＡＩＤ装置の構成、プールボリュームの設定、ストレージシステムの使用態様等によって適宜設定される。

ステップ６０５において（Ａ）及び（Ｂ）のいずれも満たさない場合（Ｓ６０５Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、仮重複アクセス特性１−１からモータオフ時間を仮モータオフ時間１−１として算出し、仮重複アクセス特性１−２からモータオフ期間を仮モータオフ時間１−２として算出する（Ｓ６０６）。

ステップ６０５において（Ａ）又は（Ｂ）を満たす場合（Ｓ６０５Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間１−１及び１−２をゼロ時間（無効）とする（Ｓ６０７）。

次いで、アクセス解析部１３４は、（Ａ）最大重複度２−１又は２−２が閾値a以上である時間帯が存在するか否か、或いは（Ｂ）仮重複アクセス特性２−１又は２−２において閾値b以上の時間帯が閾値c時間以上連続して存在するか否かを判定する（Ｓ６０８）。但し、ａ＞ｂである。

ステップ６０８において（Ａ）及び（Ｂ）のいずれも満たさない場合（Ｓ６０８Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、仮重複アクセス特性２−１からモータオフ時間を仮モータオフ時間２−１として算出し、仮重複アクセス特性２−２からモータオフ期間を仮モータオフ時間２−２として算出する（Ｓ６０９）。

ステップ６０８において（Ａ）又は（Ｂ）を満たす場合（Ｓ６０８Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間２−１及び２−２をゼロ時間（無効）とする（Ｓ６１０）。

次いで、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間１−１、１−２、２−１、２−２はゼロ以外か否かを判断する（Ｓ７０１）。仮モータオフ時間がいずれもゼロの場合（Ｓ７０１Ｙｅｓ判定）、ステップ６０１に戻る。

仮モータオフ時間のいずれか一つでもゼロではない場合（Ｓ７０１Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、プールボリューム１とともにデータの移動元候補となるプールボリュームの値である「グルーピング候補プールボリューム」をプールボリューム２に設定する（Ｓ７０２）。

次いで、アクセス解析部１３４は、グルーピング連続最大モータオフ時間を、ステップ６０１で算出された連続モータオフ時間の最大値に更新する（Ｓ７０３）。

次に、アクセス解析部１３４は、ＲＡＩＤ（１）とＲＡＩＤ（２）のハード構成が異なるか否かを判断する（Ｓ７０４）。比較するハード構成は、ＲＡＩＤを構成する記憶装置に含まれるディスク単体の消費電力、記憶装置に含まれるディスク数などである。

ハード構成が異なる場合（Ｓ７０４Ｙｅｓ）、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間だけモータオン状態であると仮定した場合に消費する電力量（削減電力量）を算出する（Ｓ７０５、Ｓ７０６）。

すなわち、アクセス解析部１３４は、例えば、仮モータオフ時間１−１と、ＲＡＩＤ（１）を構成するディスク数と、ディスク単体の消費電力の積から削減電力量１−１を算出する。また、アクセス解析部１３４は、例えば、仮モータオフ時間１−２、ＲＡＩＤ（２）を構成するディスク数、ディスク単体の消費電力から削減電力量１−２を算出する。また、アクセス解析部は、削減電力量１−１と削減電力量１−２の合計を削減電力量１として算出する（Ｓ７０５）。

次いで、例えば、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間１−１と、ＲＡＩＤ（１）を構成するディスク数と、ディスク単体の消費電力の積から削減電力量１−１を算出する。また、アクセス解析部１３４は、例えば、仮モータオフ時間１−２、ＲＡＩＤ（２）を構成するディスク数、ディスク単体の消費電力から削減電力量１−２を算出する。また、アクセス解析部は、削減電力量１−１と削減電力量１−２の合計を削減電力量１として算出する（Ｓ７０６）。

次いで、アクセス解析部１３４は、削減電力量１が削減電力量２より大きいか否かを判断する（Ｓ７０７）。大きい場合（Ｓ７０７Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム１に、データの移動先をＲＡＩＤ（２）に設定する（Ｓ７０８）。

削減電力量１が削減電力量２以下の場合（Ｓ７０７Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、削減電力量２が削減電力量１より大きいか否かを判断する（Ｓ７０９）。削減電力量２が削減電力量１より大きい場合（Ｓ７０９Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム２に、データの移動先をＲＡＩＤ（１）に設定する（Ｓ７１０）。ステップ７０８及び７１０の後、図２０の“Ｄ”へ進む。

削減電力量２が削減電力量１以下の場合（Ｓ７０９Ｎｏ判定）、ステップ８０１へ進む。

アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間１が仮モータオフ時間２より長いか否かを判断する（Ｓ８０１）。長い場合（Ｓ８０１Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム１に、データの移動先をＲＡＩＤ（２）に設定する（Ｓ８０２）。

仮モータオフ時間１が仮モータオフ時間２以下の場合（Ｓ８０１Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、仮モータオフ時間２が仮モータオフ時間１より長いか否かを判断する（Ｓ８０３）。長い場合（Ｓ８０３Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム２に、データの移動先をＲＡＩＤ（１）に設定する（Ｓ８０４）。ステップ８０２及び８０４の後、図２０の“Ｄ”へ進む。

仮モータオフ時間２が仮モータオフ時間１以下の場合（Ｓ８０３Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、最大重複度１−２は最大重複度２−１より小さいか否かを判断する（Ｓ８０５）。小さい場合（Ｓ８０５Ｙｅｓ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム１に、データの移動先をＲＡＩＤ（２）に設定する。その後、図２０の“Ｄ”へ進む。

最大重複度１−２が最大重複度２−１より小さくない場合（Ｓ８０５Ｎｏ判定）、アクセス解析部１３４は、データの移動元をプールボリューム２に、データの移動先をＲＡＩＤ（１）に設定する（Ｓ８０７）。その後、図２０の“Ｄ”へ進む。

次いで、アクセス解析部１３４はデータの移動元候補となりうる全てのプールボリューム２について、ステップ６０１〜８０８の工程を実施したか否か判断する（Ｓ８０８）。未実施のプールボリュームが存在すれば（Ｓ８０８Ｎｏ判定）、図１８の“Ａ”に戻ってステップ６０１〜８０８の工程を実施する。全て検索済みであれば（Ｓ８０８Ｙｅｓ判定）、一通りの解析を終了する。

リスト（１）及び（２）にリストアップされた各プールボリュームについて、それぞれ、ステップ６０１〜８０８の工程を実施する。

第３実施形態の解析方法を用いたストレージ装置の制御方法によれば、第２実施形態のストレージ制御方法と同様に、消費電力を抑制するためのデータの移動をより精密に行うことができるため、ストレージシステムの消費電力を高度に抑制できる。シンプロビジョニングにおいて、仮想ボリュームに対するプールボリュームの割り当て量が増加したときに、ストレージ装置群の消費電力を効果的に抑制できる。また、サーバ側に、データの移動のための特別な機能を準備しなくてもよい。また、データの移動はサーバ側が認識する仮想ボリュームに影響を与えない。更に、第３実施形態の制御方法によれば、アクセス頻度が所定の閾値以上のＲＡＩＤグループに対して、更にアクセス頻度を高めるようなデータの移動を防止することができる。アクセス頻度を所定の閾値以内とすることで、特定のＲＡＩＤ装置に対するアクセスの集中を防止し、アクセス速度を維持することができる。

尚、本発明は上記実施形態に限定されるものではない。矛盾のない限りにおいて、複数の実施例を組み合わせても構わない。上記実施形態は例示であり、本発明の特許請求の範囲に記載された技術的思想と実質的に同一な構成を有し、同様な作用効果を奏するものは、いかなるものであっても本発明の技術的範囲に包含される。

１ ストレージシステム
２、４ 制御部
３、５ メモリ
１１、２１ サーバ
１２、２２ スイッチ
１３ａ、１３ｂ、２３ａ、２３ｂ チャネルアダプタ
１５、２５ ストレージ制御装置
１６、２６ ディスク制御部
１８ａ〜１８ｄ ＲＡＩＤグループ
１７ 記憶装置
５１、５２ プールボリューム群
６１、６２ プールボリューム
７４ 仮想ボリューム内の領域
７７ ＬＢＡ変換テーブル
８１ 仮想ボリューム
１１５、１２５ コントローラモジュール
１３１、１４１ Ｉ／Ｏ制御部
１３２、１４２ シンプロ制御部
１３３、１４３ アクセスモニタ部
１３４、１４４ アクセス解析部
１３５、１４５ 再配置制御部
１３６、１４６ ディスクモータ制御部
１３７、１４７ 構成管理部
１３８、１４８ ＲＡＩＤ制御部

Claims (10)

1. 各々が複数の記憶装置を有する複数のＲＡＩＤグループを制御するストレージ制御装置において、
   各々の前記ＲＡＩＤグループに複数の論理ボリュームを設定し、前記複数の論理ボリュームの少なくとも一つを仮想ボリュームに対して割り当てると共に、前記仮想ボリュームに記憶されるデータ量に応じて、前記複数の論理ボリュームのうち少なくとも一つの未割当ての論理ボリュームを前記仮想ボリュームに追加して割り当てる仮想ボリューム制御部と、
   前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス変換情報を格納する記憶部と、
   前記アクセス変換情報に基づき、前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス制御部と、
   前記論理ボリュームの各々へのアクセス頻度を監視するアクセス監視部と、
   前記アクセス監視部が監視したアクセス頻度に応じてデータ移動元の論理ボリュームを決定し、決定されたデータ移動元の論理ボリュームのデータを当該データ移動元の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループとは異なる他のＲＡＩＤグループに移動する移動制御部と、
   データ移動先の論理ボリュームへのアクセスのために前記アクセス変換情報を更新するアクセス変換情報更新部と
   を有し、
   前記移動制御部は、それぞれ異なるＲＡＩＤグループに設定された２つの移動元候補の論理ボリュームの一方を他方の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループに移動する２つの場合を比較して、消費電力がより抑制される場合の論理ボリュームを前記移動元ボリュームと決定することを特徴とするストレージ制御装置。
2. 前記移動制御部は、アクセス頻度が所定値より高い論理ボリュームのデータを所定のＲＡＩＤグループに移動することを特徴とする請求項１に記載のストレージ制御装置。
3. 前記移動制御部は、アクセス頻度が所定値より低い論理ボリュームのデータを所定のＲＡＩＤグループに移動することを特徴とする請求項１又は２に記載のストレージ制御装置。
4. 更に、前記論理ボリュームへのアクセス頻度に応じて前記ＲＡＩＤグループの各々の省電力制御を行う省電力制御部を有する請求項１乃至３のいずれか１項に記載のストレージ制御装置。
5. 前記複数の記憶装置のうち少なくとも一つは、ディスクと、該ディスクを回転させるスピンドルモータとを有するハードディスクドライブであり、
   前記省電力制御部は、アクセス頻度が所定値より低いディスクのスピンドルモータの回転を停止することを特徴とする請求項４に記載のストレージ制御装置。
6. 前記複数の記憶装置のうち少なくとも一つは、ソリッドステートディスクであり、
   前記省電力制御部は、アクセス頻度が所定値より低いソリッドステートディスクへの電源供給を停止することを特徴とする請求項４又は５に記載のストレージ制御装置。
7. 前記アクセス監視部は、アクセスされた論理ボリュームの情報とアクセス時刻の情報をモニタし、
   更に、前記アクセスされた論理ボリュームの情報と前記アクセス時刻の情報とを解析して、前記複数の論理ボリュームのうち前記ＲＡＩＤグループが異なりアクセス時刻が重複する２つの論理ボリュームのデータが同一のＲＡＩＤグループに配置されるように、前記複数の論理ボリュームのうち、データの移動元となるＲＡＩＤグループの論理ボリュームと、前記複数の論理ボリュームのうち、データの移動先となるＲＡＩＤグループの論理ボリュームとを決定するアクセス解析部を有することを特徴とする請求項１乃至６のいずれか１項に記載のストレージ制御装置。
8. 前記アクセス解析部は、前記複数の論理ボリュームのうちアクセス頻度が所定の閾値未満の論理ボリュームを前記データの移動元となる論理ボリュームに決定することを特徴とする請求項７に記載のストレージ制御装置。
9. 各々が複数の記憶装置を有する複数のＲＡＩＤグループにそれぞれ複数の論理ボリュームを設定し、前記複数の論理ボリュームの少なくとも一つを仮想ボリュームに対して割当てるとともに、前記仮想ボリュームに記憶されるデータ量に応じて、前記複数の論理ボリュームのうち少なくとも一つの未割当の論理ボリュームを前記仮想ボリュームに追加して割り当て、前記仮想ボリュームへのアクセスを前記複数の論理ボリュームへのアクセスに変換する工程を介して前記複数の記憶装置へアクセスが行われるストレージシステムを制御するストレージ制御方法において、
   前記論理ボリュームの各々へのアクセス頻度を監視する工程と、
   前記監視したアクセス頻度に応じてデータ移動元の論理ボリュームを決定する工程と、
   決定されたデータ移動元の論理ボリュームのデータを、当該データ移動元の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループとは異なる他のＲＡＩＤグループに移動する工程と、
   データ移動先の論理ボリュームへのアクセスのために前記アクセス変換情報を更新する工程と
   を有し、
   前記データ移動元の論理ボリュームを決定する工程において、それぞれ異なるＲＡＩＤグループに設定された２つの移動元候補の論理ボリュームの一方を他方の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループに移動する２つの場合を比較して、消費電力がより抑制される場合の論理ボリュームを前記移動元ボリュームと決定することを特徴とすることを特徴とするストレージ制御方法。
10. 各々が複数の記憶装置を有する複数のＲＡＩＤグループと、
    各々の前記ＲＡＩＤグループに複数の論理ボリュームを設定し、前記複数の論理ボリュームの少なくとも一つを仮想ボリュームとして割り当てると共に、前記仮想ボリュームに記憶されるデータ量に応じて、前記複数の論理ボリュームのうち少なくとも一つの未割当ての論理ボリュームを前記仮想ボリュームに追加して割り当てる仮想ボリューム制御部と、
    前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス変換情報を格納する記憶部と、
    前記アクセス変換情報に基づき、前記仮想ボリュームへのアクセスを前記割り当てられた論理ボリュームへのアクセスに変換するアクセス制御部と、
    前記論理ボリュームの各々へのアクセス頻度を監視するアクセス監視部と、
    前記アクセス監視部が監視したアクセス頻度に応じてデータ移動元の論理ボリュームを決定し、決定されたデータ移動元の論理ボリュームに記憶されたデータを当該データ移動元の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループとは異なる他のＲＡＩＤグループに移動する移動制御部と、
    移動先の論理ボリュームへのアクセスのために前記アクセス変換情報を更新するアクセス変換情報更新部と
    を有し、
    前記移動制御部は、それぞれ異なるＲＡＩＤグループに設定された２つの移動元候補の論理ボリュームの一方を他方の論理ボリュームが設定されたＲＡＩＤグループに移動する２つの場合を比較して、消費電力がより抑制される場合の論理ボリュームを前記移動元ボリュームと決定することを特徴とするストレージシステム。
    

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