JP2001290678A - 非同期メモリダンプ実行方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】オペレーティングシステム再起動処理とは非同
期に、特に再起動後でも障害の原因調査に必要な全物理
メモリを収集することができる、非同期メモリダンプ実
行方式を実現する。 【解決手段】コンピュータシステムが障害により停止し
た場合、障害による該オペレーティングシステムの再起
動処理において、障害発生オペレーティングシステムに
割り付けられている物理メモリ領域情報を取得し保存す
る。さらに物理メモリの使用状況を取得し空き領域を確
保し、新規確保した物理メモリを割り付けて該オペレー
ティングシステムを再起動する。また、保存されている
該オペレーティングシステムの障害発生時の物理メモリ
領域情報を基に、前記オペレーティングシステム再起動
とは非同期に、もしくは再起動後にメモリダンプを実行
する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はコンピュータシステ
ム障害時における、メモリダンプ実行方式に関するもの
である。

【０００２】

【従来の技術】ブルースクリーン表示などシステム障害
の原因究明には障害発生時の物理メモリの情報は有益で
ある。しかし、オペレーティングシステムを再起動して
から収集しようすると、該オペレーティングシステムが
同じ物理アドレスに再ロードされるため、新情報を上書
きしてしまい障害発生時の情報が取得できなくなる。障
害発生時の情報を収集する方式として、特開平10−3339
44号公報「メモリダンプ採取方式」には、再起動時にシ
ステムローダがオペレーティングシステム中核部（物理
メモリ常駐部）のメモリダンプを行なった後オペレーテ
ィングシステムをロードし、それ以外のメモリは再ロー
ドされたオペレーティングシステム中核部のダンプ収集
手段がダンプし、ダンプが終了した物理メモリ領域から
オペレーティングシステムで使用可能とする方式が記載
されている。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】基幹業務に限らずコン
ピュータシステムの運用では、障害が発生した場合、基
幹業務を続けるための早急な再起動（稼働率の低下防
止）と障害再現防止のための情報収集は、どちらも重要
課題である。しかし、情報収集を保証してさらに該当す
る物理メモリの全ダンプが終了するまで待つ必要がない
前記従来方式においても、オペレーティングシステム中
核部のダンプが終了するまではオペレーティングシステ
ム再起動は待たされ、その間は業務を再開できず、シス
テム稼働率が低下するという問題点は残ったままであ
る。再起動終了までの待ち時間はダンプ対象メモリが大
きいほど長く、前記問題点は顕著となる。また、メモリ
ダンプは必ずオペレーティングシステムの再起動と同時
に行なわなくてはならず、各種基幹業務など再起動を優
先させたい業務用のシステムには最適ではない。

【０００４】本発明は、オペレーティングシステム再起
動処理とは非同期に、特に再起動後でも障害の原因調査
に必要な全物理メモリを収集することができる、非同期
メモリダンプ実行方式を実現する。

【０００５】

【課題を解決するための手段】本発明による非同期メモ
リダンプ実行方式は、コンピュータシステムが障害によ
り停止した場合、障害による該オペレーティングシステ
ムの再起動処理において、障害発生オペレーティングシ
ステムに割り付けられている物理メモリ領域情報を取得
し保存する。さらに物理メモリの使用状況を取得し空き
領域を確保し、新規確保した物理メモリを割り付けて該
オペレーティングシステムを再起動する。また、保存さ
れている該オペレーティングシステムの障害発生時の物
理メモリ領域情報を基に、前記オペレーティングシステ
ム再起動とは非同期に、もしくは再起動後にメモリダン
プを実行する。

【０００６】

【発明の実施の形態】本発明の実施の形態を説明する。

【０００７】図１は本発明の実施形態における計算機１
００の構成を示す図である。

【０００８】本計算機１００は、プロセッサ１０１、主
記憶装置１０２、バス１０３、割込み信号線１０４、ク
ロック割り込み生成器１０５、割り込み制御装置１０
６、割り込みバス１０７、ブート手順を格納している記
憶装置１０８、で構成する。

【０００９】プロセッサ１０１は演算装置１１０、割り
込みテーブルレジスタ１１１、ページテーブルレジスタ
１１２、アドレス変換装置１１３より構成する。

【００１０】割り込みテーブルレジスタ１１１は割り込
みテーブル１２１の仮想アドレスを指し示している。割
り込みテーブル１２１は割り込みハンドラ開始アドレス
を記憶している。図１で割り込みテーブルレジスタ１１
１と割り込みテーブル１２１の接続線を破線で記載して
いるのは、割り込みテーブルレジスタ１１１が割り込み
テーブル１２１の仮想アドレスを指し示すためである。
キーボード１３０等からの外部割り込みやクロック割り
込み生成器１０５からの割り込みは、割り込み信号線１
０４を経由して割り込み制御装置１０６が信号を受け取
り、割り込みバス１０７を介してプロセッサ１０１に渡
す。このように何らかの割り込みが発生すると、プロセ
ッサ１０１は数値化された割り込み番号を受け取り、こ
の番号をインデックスとして割り込みテーブルより割り
込みハンドラアドレスを取得し、割り込みハンドラへ制
御を渡す。なおソフトウェア割り込みは、スーパバイザ
等の割り込み監視プログラム１２５が受け取り制御を行
なう。

【００１１】ページテーブルレジスタ１１２はページテ
ーブルテーブル１２２を指し示している。ページテーブ
ルレジスタ１１２はページテーブル１２２物理アドレス
を格納している。

【００１２】アドレス変換機１１３は演算装置が要求す
る命令アドレス、あるいはオペランドが格納されている
アドレスを受け取り、ページテーブルレジスタ１１２の
指しているページテーブル内容に基づき、仮想アドレス
から物理アドレスへの変換を実行する。

【００１３】主記憶装置１０２には、現在プロセッサで
稼動中のオペレーティングシステムを含む各種制御プロ
グラムの稼動領域１２０，１２３，１２５などが割り付
けられている。計算機は電源を入れると特定の制御プロ
グラムを起動するように設計されており、該特定制御プ
ログラムの起動手順はブート手順を格納している記憶装
置１０８に格納する。

【００１４】本計算機は１台の計算機上で複数のオペレ
ーティングシステムを稼動でき、さらに電源投入時に起
動されるオペレーティングシステム（以後第１ＯＳと称
する）は他のオペレーティングシステム（以後第２ＯＳ
と称する）のロードと起動を行なうことができる。第１
ＯＳは第２ＯＳの使用する物理メモリ１２３を一緒に確
保し、第２ＯＳに割り当てて起動する手段を持ってい
る。このシステムと方式は特開平11−149385号公報に記
載されており、この方式では第１ＯＳの初期化処理を行
なう際に第２ＯＳのローディングを行なう。本実施例で
はこのコンピュータシステム構成を利用し、第１ＯＳに
本発明を適用し、第２ＯＳ障害発生時の再起動・メモリ
ダンプを実行する。

【００１５】図２は本発明を用いた第２ＯＳの再起動と
メモリダンプ実行のフローチャートである。第２ＯＳに
障害が発生すると割り込みが生じる（２０１）。この割
り込みを割り込み制御プログラムが受信し内容を判断
（２０２）、第２ＯＳの障害であれば第２ＯＳを停止し
（２０３）、第１ＯＳへ制御を渡す（２０４）。

【００１６】図３は第１ＯＳでの空き物理メモリ取得と
第２ＯＳ再起動のフローチャートである。第１ＯＳは制
御の切替えの要因を判定し（３０１）、第２ＯＳの障害
であれば第１ＯＳ内にある第２ＯＳ再起動プログラムへ
制御を移す。第２ＯＳ再起動プログラムでは、・本計算
機で稼動するスーパバイザ等制御プログラムを監視する
プログラムから最新の物理メモリ使用状況を入手、物理
メモリ管理テーブル（図５参照）を更新する（３０
２）。

【００１７】・障害発生時に第２ＯＳに割り当てられて
いた物理メモリ領域情報を取得し、メモリダンプ用情報
テーブル（図４参照）に格納する（３０３）。

【００１８】・第２ＯＳが要求するメモリサイズ分の空
きメモリを確保し、物理メモリ管理テーブル（図４参
照）に格納する（３０４）。要求されたサイズが確保で
きない場合でも、第２ＯＳが起動できるサイズよりも大
きい空き領域が確保できれば、そのサイズを確保する。

【００１９】第１ＯＳには初期化処理で行なった第２Ｏ
Ｓのロードを行なう処理部だけを実行する手段を設けて
実行する。具体的には、 ・第２ＯＳに割り当てた物理メモリ領域を第１ＯＳの仮
想空間に一時的にマッピングし、第２ＯＳのオブジェク
トファイル、カーネルを読み込む（３０５）。

【００２０】・新しい物理メモリ領域を用いてページテ
ーブルを作成し（３０６）、 ・サポートドライバ等を利用し第２ＯＳのカーネルの外
部参照などを解決し（３０７）、・第１ＯＳにマッピン
グした第２ＯＳの物理メモリのマッピングを解除する
（３０８）。

【００２１】・新第２ＯＳとのスイッチングを実現する
ためＯＳコンテクストテーブルを更新し（３０９）、 ・第２ＯＳの初期化モジュールを実行する（３１０）。

【００２２】第１ＯＳはまたメモリダンプ機能を有する
割り込み制御プログラムから受け取った割り込みが第２
ＯＳの起動完了割り込みであれば、該メモリダンプ機能
を実行する（３１１）。ダンプ情報格納先は第１ＯＳに
割り当てられた装置とし、具体的な位置情報はレジスト
リなど特定場所で管理する。格納先はデフォルト値はあ
るが、ユーザからの変更も可能とする。ダンプ終了後、
ダンプ用情報テーブルをクリアし、物理メモリ管理テー
ブルの空き領域情報に、ダンプ済みの領域を追加する
（３１２）。

【００２３】図４はメモリダンプ用情報テーブル４００
を示した図である。メモリダンプ用情報テーブル４００
は、ダンプ対象領域の開始アドレス４０１、ダンプ対象
領域のサイズ４０２、次のダンプ用情報テーブルへのポ
インタ４０３で構成し、ダンプ対象領域の数だけポイン
タ４０３でつなぐ。チェーンの最後の値は０である。次
のダンプ用情報テーブルへのポインタ４０３は、複数の
オペレーティングシステムを並列実行できるシステムで
はダンプ用情報は再起動可能なオペレーティングシステ
ムの数だけ必要となることへの対応用であり、対象が１
個の場合はなくてもよい。ダンプ対象領域のサイズ情報
は終了アドレスでも良い。ダンプ先は、ダンプ実行時に
特定位置に格納された情報を確認し反映する。

【００２４】図５は物理メモリ管理テーブル５００を示
した図である。物理メモリ管理テーブル５００は、全体
サイズ５０１、空き領域開始アドレス５０２、空き領域
サイズ５０３、使用状況テーブルへのポインタ５０４で
構成される。使用状況テーブル５１０は、使用プログラ
ムの識別子５１１、使用領域の開始アドレス５１２、使
用領域のサイズ５１３、次のテーブルへのポインタ５１
４で構成され、使用プログラムの数だけポインタ５１４
でつなぐ。チェーンの最後の値は０である。空き領域サ
イズ５０３と使用サイズ情報５１３はそれぞれ終了アド
レスでも良い。

【００２５】以上のように本発明を適応した実施例１の
システムでは、第２ＯＳを再起動時しても割り当てられ
る物理メモリ領域は前回と異なるので、障害情報が格納
されている領域は保護され、メモリダンプの実行を第２
ＯＳの再起動と非同期に行なっても、特に第２ＯＳ再起
動終了後に行なっても必要な情報はすべて収集できる。
さらにメモリダンプ処理プロセスの優先度を下げ、再起
動した第２ＯＳの処理の空き時間を利用して実行すれ
ば、第２ＯＳの実行を妨げること無くメモリダンプ実行
が可能となる。

【００２６】次に本発明の第２実施形態について説明す
る。実施例２で用いるコンピュータ構成は実施例１と同
じである。実施例１との違いは、第２ＯＳ自身が持つロ
ーダにメモリアドレス変更手段を適用し、新物理メモリ
アドレスでロード・起動処理を行なうことである。第２
ＯＳのローダは、第２ＯＳに与えられる物理メモリ領域
情報を受け取る手段と、ページテーブル作成時にその内
容を適用する手段を有する。

【００２７】本実施例では、新しい物理メモリ領域の算
出及びメモリダンプの実行は、第１ＯＳからも第２ＯＳ
からも独立した別空間で実行する制御プログラムで実行
する。

【００２８】図６は実施例２の第２ＯＳ再起動制御のフ
ローチャートである。第２ＯＳに障害が発生してから再
起動とダンプ実行を行なう制御プログラムまでの処理の
流れは図２と同じである。制御プログラムは制御の切替
え要因を判定し（６０１）、第２ＯＳの障害であれば、 ・本計算機で稼動するスーパバイザ等制御プログラムを
監視するプログラムから最新の物理メモリ使用状況を入
手、物理メモリ管理テーブル５００を更新する（６０
２）。

【００２９】・第２ＯＳが今まで使用していた物理メモ
リ領域情報を、ダンプ用情報テーブル４００に格納する
（６０３）。

【００３０】・第２ＯＳが要求するメモリサイズ分の空
きメモリを確保し、物理メモリ管理テーブル５００に格
納する（６０４）。

【００３１】・ＯＳコンテクストの内容を変更する（６
０５）。

【００３２】・新しい物理メモリ領域情報をパラメータ
として第２ＯＳのローダを呼び出す（６０６）。

【００３３】・第２ＯＳのローダでは、受け取った新し
い物理メモリ領域情報で第２ＯＳのページテーブルを作
成（６０７）、第２ＯＳのロード・再起動処理を行なう
（６０８）。

【００３４】制御プログラムはまたメモリダンプ機能を
有する。該メモリダンプ機能の、起動タイミング、起動
情報の管理、起動方式は、実施例１と同じである。

【００３５】本発明を適用した本実施例２では、マルチ
オペレーティングシステム構成の場合に第１ＯＳに余計
な負荷をかけずに本発明を実現できる。自社開発やソー
スが公開されたオペレーティングシステムではローダの
改造は容易に実現でき、本発明の実現も容易である。

【００３６】次に本発明の第３の実施形態について説明
する。実施例３で用いるコンピュータ構成・物理メモリ
割り当て方式は実施例２と同じとする。実施例１や実施
例２と違うのは、オペレーティングシステム再起動用に
確保する新物理メモリのサイズと、各オペレーティング
システムでの使用可能物理メモリの管理方式である。

【００３７】実施例３では、オペレーティングシステム
を再起動するのに必要なサイズだけを新規に確保し、オ
ペレーティングシステム再起動の分には新規確保したメ
モリを割り当て、他での使用物理メモリは前回と同じ領
域を割り当てる。従ってオペレーティングシステムに割
り当てられる物理メモリ領域数はｎ個（ｎ＝２〜）とな
り、管理テーブルも複数の領域を管理できる構成にす
る。

【００３８】図７は物理メモリの使用状態と、対応する
物理メモリ管理テーブルとダンプ用情報管理テーブルを
示した図である。

【００３９】物理メモリ７０１と物理メモリ７０２は第
１ＯＳに割り付けられた領域、物理メモリ７０３〜７０
５が第２ＯＳに割り付けられた領域である。物理メモリ
７０１と物理メモリ７０３はそれぞれ第１ＯＳと第２Ｏ
Ｓ起動用の領域、物理メモリ７０２と物理メモリ７０４
〜７０５はそれぞれ第１ＯＳと第２ＯＳが処理に利用す
る領域である。物理メモリの使用管理テーブル７１０
は、それぞれ対応オペレーティングシステム識別子７１
１、物理メモリ領域開始アドレス７１２、物理メモリ領
域サイズ７１３、次の使用領域テーブルへのポインタ７
１４、次の管理テーブルへのポインタ７１５で構成す
る。次の使用領域テーブル７２０は、物理メモリ領域開
始アドレス７２１、物理メモリ領域サイズ７２２、次の
使用領域管理テーブルへのポインタ７２３で構成され
る。ダンプ情報管理テーブルも同様に複数の領域を管理
するように構成し、障害発生時に使用していた物理メモ
リ領域すべてを登録する。この時、再起動時には再利用
しないオペレーティングシステム起動に必要なメモリ領
域情報を常に識別しやすいように決まった位置、たとえ
ばテーブルの先頭で管理する。

【００４０】第２ＯＳ再起動の制御プログラムの動作は
実施例２と同じである。違いは確保する物理メモリの使
用量と使用する管理テーブルの構成である。この違いに
対し、メモリダンプ実行処理は実施例１や実施例２と異
なる動作をする。

【００４１】図８は実施例３のメモリダンプ処理のフロ
ーチャートである。

【００４２】第２ＯＳの再起動完了の割り込みが発生す
ると、メモリ管理・ダンプ実行の制御プログラムに制御
が移る（８０１）。該制御プログラムは、ダンプ対象の
物理メモリ領域のうち、再利用で割り付けられた領域を
優先してメモリダンプを実行（８０２）、さらに障害発
生時に第２ＯＳ起動用として割り付けられていた物理メ
モリ部分のメモリダンプを実行する（８０４）。再利用
領域に関しては、ダンプが終了したならば割り込みを用
いて第２ＯＳにダンプの終了を通知する（８０３）。第
２ＯＳでは起動終了時点では第２ＯＳ起動用以外の物理
メモリは使用禁止とし（８１０）、ダンプ終了通知を待
ち（８１１）、受け取ったならば使用を開始する（８１
２）。

【００４３】また、メモリダンプの実行において、再利
用領域のダンプを分割して行ない、各ブンプが終了毎に
使用可能になった物理メモリ情報をメッセージを用いて
第２ＯＳへ送る手段を実現した場合には、第２ＯＳ側で
はメッセージを受け取るたび毎に利用物理メモリ領域の
範囲を更新する。

【００４４】本実施例３の方式を用いれば、より少ない
物理メモリでオペレーティングシステム再起動と非同期
にダンプ機能を実現することができる。

【００４５】なお、実施例１〜３までメモリダンプをオ
ペレーティングシステム再起動後に起動しているが、本
発明の方式ではメモリダンプの実行はオペレーティング
システム再起動と非同期に行なえるので、再起動の前
後、再起動中、など適応システムの用途にあわせて種々
のタイミングで実現することも可能である。

【００４６】

【発明の効果】本発明により、オペレーティングシステ
ムの再起動時間を妨げることなしに、障害発生時のメモ
リダンプ情報を収集できる。特にオペレーティングシス
テムの再起動後でも、必要な情報がすべて収集できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態における計算機の構成を示す
図。

【図２】本発明を用いた第２ＯＳの再起動とメモリダン
プ実行のフローチャート。

【図３】第１ＯＳでの空きメモリ取得と第２ＯＳ再起動
のフローチャート。

【図４】メモリダンプ用情報テーブルを示した図。

【図５】物理メモリ管理テーブルを示した図。

【図６】実施例２の第２ＯＳ再起動制御のフローチャー
ト。

【図７】物理メモリの使用状態と対応する管理テーブル
を示した図。

【図８】実施例３のメモリダンプ処理のフローチャー
ト。

【符号の説明】

１００…計算機、１０１…プロセッサ、１０２…主記憶
装置、１０３…バス、１０４…割込み信号線、１０５…
クロック割り込み生成器、１０６…割り込み制御装置、
１０７…割り込みバス、１０８…ブート手順を格納して
いる記憶装置、１１０…演算装置、１１１…割り込みテ
ーブルレジスタ、１１２…ページテーブルレジスタ、１
１３…アドレス変換装置、１２１…割り込みテーブル、
１２２…ページテーブル。

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のオペレーティングシステムが並列
   実行可能なコンピュータシステムであって、任意のオペ
   レーティングシステムが障害により停止した時に、障害
   発生以前に該オペレーティングシステムに割り当てられ
   ていた領域とは異なる物理メモリ領域を割り当てて該オ
   ペレーティングシステムを再起動する手段と、前記再起
   動処理とは非同期に該オペレーティングシステムが障害
   時に使用した物理メモリ領域のダンプを実行する手段
   と、を有することを特徴とする非同期メモリダンプ実行
   方式。
2. 【請求項２】 請求項１のメモリダンプ実行方式であっ
   て、該オペレーティングシステムが障害時に使用した物
   理メモリ領域のダンプを、該オペレーティングシステム
   の再起動の後に行なうことを特徴とする非同期メモリダ
   ンプ実行方式。
3. 【請求項３】 請求項１のメモリダンプ実行方式であっ
   て、該オペレーティングシステムが種々の制御やアプリ
   ケーションプログラム実行を行なうために要求している
   物理メモリサイズをすべて異なる領域に確保して該オペ
   レーティングシステムの再起動を行ない、該オペレーテ
   ィングシステムの種々の実行処理とも非同期にメモリダ
   ンプ処理を実行することを特徴とする、非同期メモリダ
   ンプ実行方式。
4. 【請求項４】 請求項１のメモリダンプ実行方式であっ
   て、該オペレーティングシステムの起動処理に必要なサ
   イズのみを確保して該オペレーティングシステムの再起
   動を行ない、該オペレーティングシステムの再起動処理
   と非同期にメモリダンプ処理を実行することを特徴とす
   る、非同期メモリダンプ実行方式。
5. 【請求項５】 請求項１のメモリダンプ実行方式であっ
   て、障害による該オペレーティングシステムの再起動を
   識別する手段と、物理メモリの使用情報を管理して空き
   領域を算出する手段と、該オペレーティングシステムを
   新しい物理メモリ領域で再起動する手段と、該オペレー
   ティングシステムが障害発生時に使用していたメモリダ
   ンプ対象の物理メモリ領域情報を管理する手段と、を有
   することを特徴とする、非同期メモリダンプ実行方式。
6. 【請求項６】 請求項４のメモリダンプ実行方式であっ
   て、該オペレーティングシステム起動用領域を含む複数
   の分割された領域で構成する物理メモリ領域を該オペレ
   ーティングシステムに割り当てる手段と、メモリダンプ
   実行が終了した時に該オペレーティングシステムに通知
   する手段と、該オペレーティングシステムがダンプ対象
   の物理メモリの使用の可否を制御する手段と、を有する
   ことを特徴とする、非同期メモリダンプ実行方式。