JP2002073378A - 計算機システムのダンプ取得方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】計算機システムにシステム障害が発生した時
に、原因の解析をするために取得するダンプ情報の採取
時間が長大化し、それによって、システム再立ち上げま
でに要する時間が延びるという課題があった。 【解決手段】仮想記憶管理を用いた計算機システムにお
いて、ページングで利用していた補助記憶装置の内容を
利用することで、システムに異常が発生したときの補助
記憶装置の内容の一部のみを出力することでダンプ情報
を取得できるため、計算機システムの再立ち上げをし、
業務を再開するまでの時間を短縮する。更に、ダンプ情
報を取得するために特別な外部記憶装置を設ける必要が
ないため、計算機資源の効率化を図れる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、計算機システムの
障害発生時に、障害要因を究明するために必要な情報を
収集するシステムダンプの取得方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】計算機システムを運用中に障害が発生し
た場合、その原因を究明するために、その時点で計算機
システムで利用されていた仮想記憶の内容を取得する必
要がある。この情報を、以下ダンプ情報と記述する。

【０００３】一方、計算機システムで実行する処理量、
取り扱うデータ量は、年々増加しつつある。これに対応
するため、計算機システムで管理できる仮想記憶や主記
憶装置のサイズも拡大している。その結果、障害が発生
したときに取得しなければならないダンプ情報の量が増
大し、ダンプ情報取得時間が長引く。これにより、障害
が発生してから、システムを再立ち上げするまでに要す
る時間が延びてしまうことが問題となる。

【０００４】こうしたシステム再立ち上げの遅延を回避
する方法として、特開平７−２３４８０８号公報や特開
平１０−３３３９４４号公報がある。

【０００５】特開平７−２３４８０８号公報では、２重
化された主記憶装置を有する計算機システムのダンプ取
得方法を開示している。特開平７−２３４８０８号公報
では、システム異常が発生した場合は、片面のメモリ情
報をダンプ情報として取得し、もう一方の片面のメモリ
を利用して、システムの再立ち上げを行うことで、シス
テム再立ち上げの遅延を防止する方法を開示している。

【０００６】特開平１０―３３３９４４号公報では、シ
ステム再立ち上げるための操作をする前に、まず、再立
ち上げ時にオペレーティングシステムの中核部をロード
するメモリ域のダンプ採取を行う。その後、使用しよう
とするメモリ領域がダンプ済みでなければ使用する前に
ダンプしながらシステムの再立ち上げをするプログラム
と、ダンプ済みでない領域を順次ダンプするプログラム
とを並行して実行させることで、システム再立ち上げに
要する時間の遅延を防止する方法を開示している。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】上述したように、従来
の技術では、主記憶装置上の情報をダンプ情報として出
力する方法を開示している。しかし、仮想記憶管理を採
用した計算機システムでは、システム異常が発生した場
合に、補助記憶装置にページアウトされているデータも
ダンプ情報として取得しなければならない。

【０００８】仮想記憶管理を採用した計算機システムで
は、限られた大きさの主記憶装置で大量の処理を同時に
実行させるために、仮想記憶の一部を外部記憶装置に出
力したり（ページアウト）、その仮想記憶の領域を参照
あるいは更新するときに、主記憶装置上に入力する（ペ
ージイン）ことがある。上記従来の技術では、こうした
主記憶装置上に配置されていないダンプ情報の取得を可
能とした上で、システムの再開までに要する時間を短縮
する方法を開示してはいない。

【０００９】すなわち、上記従来技術では、計算機シス
テムに障害が発生した時に、仮想記憶全体の情報を取得
する必要がある場合は、補助記憶装置にページアウトさ
れている情報をダンプ情報として取得することが完了す
るまで、計算機システムの再立ち上げをすることができ
ないという課題があった。

【００１０】また、上記従来技術では、ダンプ情報を格
納するための外部記憶装置を用意しなければならないと
いう課題があった。

【００１１】本発明の目的は、システムに障害が発生し
た時に、仮想記憶全体の情報を取得する場合でも、シス
テムを再立ち上げし、業務を再開するまでに要する時間
を短縮することにある。また、ダンプ情報を取得するの
に必要とする外部記憶装置の数を減らすことにある。

【００１２】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
の代表的な手段は、次の通りである。

【００１３】本明細書記載の計算機システムのダンプ取
得方法は、主記憶装置と補助記憶装置と、仮想記憶の個
々の領域が、当該主記憶装置内あるいは当該補助記憶装
置内のどの領域に配置されているかの対応が記述された
アドレス変換テーブルを用いて、仮想記憶の展開を可能
とする仮想記憶管理を採用した計算機システムにおい
て、上記補助記憶装置は第１の補助記憶装置と第２の補
助記憶装置を用意し、当該第１の補助記憶装置、もしく
は当該第２の補助記憶装置のいずれか一方を利用して上
記計算機システムを稼働させる。

【００１４】更に、上記計算機システムに障害が発生し
たことを検知した時に、上記アドレス変換テーブルの配
置先を求め、当該アドレス変換テーブルに記載された、
当該アドレス変換テーブルに対応する仮想記憶の領域の
情報が、上記主記憶装置もしくは上記補助記憶装置のど
の領域内に格納されているかを求め、当該仮想記憶の領
域の内容が、当該主記憶装置に配置されている場合、当
該仮想記憶の領域の内容を、当該主記憶装置から当該補
助記憶装置に格納する。

【００１５】更に、上記第１の補助記憶装置を利用して
稼働していた場合には、上記第２の補助記憶装置を利用
するように切り替え、上記第２の補助記憶装置を利用し
て稼働していた場合には、上記第１の補助記憶装置を利
用するように切り替える。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を、図
を用いて詳細に説明する。

【００１７】まず、図１から図７を用いて、第１の実施
の形態を説明する。

【００１８】図１は、本発明の実施の形態を示す計算機
システムの構成である。１００は計算機である。計算機
（１００）の中には、ＣＰＵ（２００）と主記憶装置
（３００）がある。更に計算機（１００）の中には、仮
想記憶（４００）が含まれるが、のちほど説明するよう
に、この仮想記憶（４００）の内容は、主記憶装置（３
００）あるいは補助記憶装置（７００）に存在する。

【００１９】ＣＰＵ（２００）には、アドレス変換テー
ブルの先頭の実アドレスなどの各種制御情報を保持する
ための制御レジスタや、演算時に利用する汎用レジスタ
といった各種レジスタ（５００）が構成要素として含ま
れている。

【００２０】６００から７００は、外部記憶装置群であ
る。

【００２１】６１０は定義ファイルである。この定義フ
ァイルには、計算機システムを運用する時に、オペレー
ティングシステム等が必要とするパラメタが格納されて
いる。本発明の実施の形態に関連するパラメタとして
は、補助記憶装置として利用する外部記憶装置（７０
０、７１０、７２０）の識別子や、通常のシステム運用
時に、補助記憶装置として利用する外部記憶装置の識別
子（７１０）がある。

【００２２】７００は、補助記憶装置として定義された
外部記憶装置である。本実施の形態では、正（７１０）
と副（７２０）とが用意されている。上記定義ファイル
（６００）には、７００が補助記憶装置で、７１０が通
常運用時に利用する正の補助記憶装置で、７２０が代替
用の副の補助記憶装置であることが定義されている。更
に、補助記憶装置（７１０、７２０）は、それぞれペー
ジング利用エリア（７１１、７２１）と、変換テーブル
退避エリア（７１２、７２２）から構成されている。そ
れぞれのエリアの利用目的については、以下の説明の中
で詳しく述べる。

【００２３】次に、主記憶装置（３００）上にあらかじ
め配置する各種の処理プログラムと情報について説明す
る。

【００２４】８００は、アドレス変換テーブルである。
本アドレス変換テーブル（８００）については、のちほ
ど図２を用いて詳しく説明する。

【００２５】９００は、構成情報である。構成情報（９
００）には、現時点で補助記憶装置として利用している
外部記憶装置（７１０）の識別子が格納される。

【００２６】１０００は、補助記憶利用処理部である。
補助記憶利用処理部（１０００）は、構成情報（９０
０）から、現在、補助記憶装置として利用している外部
記憶装置（７１０）の識別子を得ながら、７１０を利用
したページング処理を行っている。ページング処理と
は、主記憶装置（３００）上の利用率が高くなった時
に、最近、利用していない領域を補助記憶装置（７１
０）内のページング利用エリア（７１１）へ出力した
り、アクセスしようとした仮想記憶（４００）上の領域
が、外部記憶装置（７１０）内のページング利用エリア
（７１１）に出力されている場合に、その仮想記憶（４
００）上の領域を、主記憶装置（３００）上に入力する
ことをいう。

【００２７】１１００は、主記憶差分情報取得処理部で
ある。主記憶差分情報取得処理部（１１００）は、レジ
スタ（５００）の内容、およびアドレス変換テーブル
（８００）の内容を入力情報として、これらの情報か
ら、システムに異常が発生した時に、主記憶装置（３０
０）を利用していた仮想記憶（４００）のうち、主記憶
を割り当てられてから更新されたことのある領域のペー
ジアウト処理を、補助記憶利用処理部（１０００）に要
求する。

【００２８】要求を受けた補助記憶利用処理部（１００
０）は、通常のシステム運用時におけるページング処理
と同様にして、要求された仮想記憶（４００）の領域を
ページアウト、すなわち補助記憶装置（７１０）内のペ
ージング利用エリア（７１１）に出力する。

【００２９】主記憶差分情報取得処理部（１１００）
は、主記憶装置（３００）を利用していた仮想領域（４
００）のページアウト処理が完了したのち、アドレス変
換テーブル（８００）を、補助記憶装置（７１０）内の
変換テーブル退避エリア（７１２）に出力する。

【００３０】これらの処理を完了したのち、計算機シス
テムは切り替え処理部（１２００）を実行する。切り替
え処理部（１２００）は、構成情報（９００）から、現
在、補助記憶装置として利用している外部記憶装置（７
１０）の識別子を求める。さらに、定義ファイル（６０
０）からは、この計算機システムが補助記憶装置として
定義している外部記憶装置（７００、７１０、７２０）
の識別子を求める。求めた結果から、再び計算機システ
ムを立ち上げる時に、構成情報（９００）の内容を、副
の補助記憶装置として定義されている７２０の識別子に
定義し直す。これにより、システムを再び立ち上げる時
に、異常発生時の仮想記憶（４００）の内容が格納され
た補助記憶装置である７１０が利用されないようにす
る。

【００３１】次に、図２を用いて、仮想アドレスから実
アドレスの求め方と、仮想記憶と主記憶の関係について
説明する。

【００３２】４００は仮想記憶である。仮想記憶（４０
０）は、一定長のサイズ単位に区切られている。この区
切られた単位をページと呼ぶ。本実施の形態における仮
想記憶（４００）は、ｎ＋１ページから構成されてい
る。そして、先頭が０ページ、最終がｎページと呼ばれ
る。

【００３３】仮想記憶（４００）の領域は、ページ単位
に、主記憶装置（３００）もしくは補助記憶装置（７１
０）に配置される。仮想記憶（４００）の各ページが、
主記憶装置（３００）もしくは、補助記憶装置（７１
０）のどの領域に配置されているかを管理するするの
が、アドレス変換テーブル（８００）である。アドレス
変換テーブル（８００）は、主記憶装置（３００）上の
連続域に配置されている。そして、アドレス変換テーブ
ル（８００）は、仮想記憶（４００）の各ページに対応
してエントリが用意されている。すなわち、アドレス変
換テーブル（８００）は、ｎ＋１個のエントリから構成
されている。そして、仮想記憶（４００）の各ページの
順番と、アドレス変換テーブル（８００）の各エントリ
の順番とが対応している。たとえば、仮想記憶（４０
０）のｍページ目に対応するアドレス変換テーブル（８
００）のエントリは、ｍ番目のエントリである。アドレ
ス変換テーブルの先頭の実アドレスは、制御レジスタ
（５１０）に格納されている。

【００３４】主記憶装置（３００）も同様に、一定長の
サイズ単位に区切られている。この区切られた単位もま
た、上記仮想記憶（４００）の単位と同じくページと呼
び、サイズは仮想記憶（４００）のページと同一であ
る。本実施の形態の主記憶装置（３００）は、ｑ＋１ペ
ージから構成され、先頭ページを０ページ、最終ページ
をｑページと呼ぶ。

【００３５】このように、仮想記憶（４００）と主記憶
装置（３００）のページサイズを同一にすることで、ア
ドレス変換テーブル（８００）により、仮想記憶（４０
０）のページと主記憶装置（３００）のページとを対応
づけることができる。図２では、仮想記憶（４００）の
ｍページ目が、主記憶装置（３００）のｐ＋１ページ目
にマッピングされていることを示している。

【００３６】次に、図３を用いて、アドレス変換テーブ
ル（８００）のエントリの内容について説明する。

【００３７】アドレス変換テーブル（８００）の各エン
トリの構造はすべて同一である。図３は、アドレス変換
テーブルに属する１つのエントリ（８１０）の構造を示
している。アドレス変換テーブルエントリ（８１０）
は、更に、無効ビット（８１１）、実アドレス格納域
（８１２）、補助記憶ページアウト先アドレス格納域
（８１３）から構成される。

【００３８】実アドレス格納域（８１２）には、当該エ
ントリに対応する仮想記憶（４００）上のページが配置
されている主記憶装置（３００）上のページ番号が格納
されている。なお、実アドレス格納域（８１２）が有効
であるか否かを指示するのが、無効ビット（８１１）で
ある。

【００３９】無効ビット（８１１）がオンのとき、実ア
ドレス格納域（８１２）の内容は無効であることを示
す。すなわち、当該エントリに対応する仮想ページは、
利用されていないか、もしくは、補助記憶装置（７１
０）にページアウトされている。補助記憶装置（７１
０）にページアウトされている場合は、補助記憶ページ
アウト先アドレス格納域（８１３）に、そのページアウ
ト先アドレスが格納される。一方、無効ビット（８１
１）がオフのとき、実アドレス格納域（８１２）の内容
が有効であることを示す。すなわち、当該エントリに対
応する仮想記憶（４００）上のページは、実アドレス格
納域（８１２）が示す主記憶装置（３００）上のページ
に配置されていることを示している。

【００４０】主記憶情報取得処理（１１００）及び補助
記憶利用処理（１０００）により、補助記憶装置（７１
０）に出力されたページング利用エリア（７１１）及び
変換テーブル退避エリア（７１２）の内容が、システム
に異常が発生したときのダンプ情報となる。

【００４１】図４における１３００は、仮想記憶情報取
得処理部である。仮想記憶情報取得部（１３００）は、
ページング利用エリア（７１１）及び変換テーブル退避
エリア（７１２）の内容をダンプ情報として入力する。
すなわち、変換テーブル退避エリア（７１２）に格納さ
れたアドレス変換テーブル（８００）の内容を取得し、
その内容をもとに、各仮想アドレスの領域が格納されて
いる領域をページング利用エリア（７１１）から特定
し、異常発生時の仮想記憶の内容を再構築する。仮想記
憶管理情報取得処理部（１３００）と主記憶差分情報取
得処理（１１００）は、同一の計算機システム上で実施
されてもよいし、また、別の計算機システム上で実行さ
れてもよい。

【００４２】次に、図５を用いて、計算機システムに異
常が発生した時に、ダンプ情報を採取し、システムの再
立ち上げをするまでの処理の流れを説明する。なお、図
５は仮想記憶取得処理（１３００）を、他の計算機シス
テム上で実行させた場合の例である。ステップ５１００
において、補助記憶利用処理部（１０００）を用いた計
算機システムの運用を行っている。ここで、システムに
異常が発生すると、主記憶差分情報取得部（１１００）
が動作（ステップ５２００）する。

【００４３】主記憶差分情報取得部（１１００）は、仮
想記憶（４００）のうち、主記憶装置（３００）内のペ
ージを割り当てられたあとに更新されたことのある領域
だけを抽出し、主記憶（３００）からのページアウト処
理を行い、更に、アドレス変換テーブル（８００）を補
助記憶装置（７１０）に出力する。これらの情報は、そ
れ以前に補助記憶装置（７１０）にページアウトされて
いた領域と合わせ、ダンプ情報として利用される。

【００４４】主記憶差分情報取得部（１１００）の実行
完了後、切り替え処理部（１２００）が動作（ステップ
５３００）し、構成情報（９００）に登録されていた補
助記憶装置として利用する外部記憶装置（７１０）の識
別子を、７２０に切り替える。これにより、７１０は利
用されなくなるため、これ以降、ダンプ情報として参照
することが可能になる。そこで、ステップ５４００で
は、計算機システムの再立ち上げ処理を開始する。それ
と並行し、他の計算機システムにおいて、７１０に格納
されている情報をダンプ情報とみなして、仮想記憶の内
容を取得する仮想記憶情報取得処理部（１３００）を動
作（ステップ５５００）させる。

【００４５】以上示した通り、計算機システムの再立ち
上げ処理と、仮想記憶（４００）のページングデータを
ダンプ情報として利用した、異常発生時の仮想記憶取得
処理とを並行して実行させることができるので、システ
ム再立ち上げ完了までに要する時間を短縮できる。

【００４６】図６は、主記憶差分情報取得処理部（１１
００）の処理フローチャートである。

【００４７】まず、レジスタ（５００）の内容を元に、
主記憶装置（３００）上にあるアドレス変換テーブル
（８００）の起点の実アドレスを取得（ステップ６１０
０）する。

【００４８】次に、操作対象を先頭の仮想ページにセッ
ト（ステップ６２００）する。すなわち、操作対象をア
ドレス変換テーブル（８００）の最初のエントリとす
る。

【００４９】次に、エントリ内の無効ビット（８１０）
の内容を判定（ステップ６３００）する。同ビットがオ
ンであれば、対象仮想ページは既にページアウトされて
いるか、未使用状態である。このような仮想ページに対
しては、既にページアウトされている情報をダンプ情報
として利用できるため、以後の処理を行わず、次のエン
トリに移動する。

【００５０】無効ビット（８１０）がオフであれば、対
象仮想ページは主記憶装置（３００）を利用中である。
この場合、引き続き、同対象仮想ページが、主記憶を割
り当てられたあとに更新されたかどうかを判定（ステッ
プ６４００）する。計算機システムは、あらかじめ主記
憶装置上のページごとの更新状態を取得する機械語命令
を実行する手段を備えていることを前提とし、同命令を
実行することで、ステップ６４００の判定を実行でき
る。対象仮想ページが更新されておらず、かつ、同仮想
ページがそれ以前にページアウトされたことがあるなら
ば、ページング利用エリア（７１１）内の情報を、ダン
プ情報として利用できる。

【００５１】ステップ６４００の判定において、対象仮
想ページが更新されていた場合、同仮想ページを補助記
憶装置（７１０）にページアウト（ステップ６５００）
する。ページアウト処理は、具体的には、補助記憶利用
処理部（１０００）に要求する。

【００５２】ページアウトされた仮想ページについて
は、それに対応するアドレス変換テーブルエントリの補
助記憶装置ページアウト先アドレス（８１３）に、ペー
ジアウトされた場所が格納される。

【００５３】ステップ６６００では、操作対象が最終ペ
ージかどうかをチェックする。すなわち、現在操作対象
としているエントリが、アドレス変換テーブル（８０
０）の最終エントリであれば、操作対象が最終ページと
判断する。操作対象が最終エントリでない場合は、次の
仮想ページを操作対象にセット（ステップ６７００）し
たのち、ステップ６３００に戻る。最終エントリである
場合は、ステップ６７００に進む。

【００５４】すべての仮想ページに対して、上記の処理
を行ったのち、アドレス変換テーブル（８００）を、補
助記憶装置（７１０）内の変換テーブル退避エリア（７
１２）に出力（ステップ６８００）する。この情報は、
ページアウトされた情報から、仮想記憶の内容を取得す
る際に利用される。

【００５５】図７は、仮想記憶取得処理部（１３００）
の処理フローチャートである。仮想記憶取得処理部（１
３００）は、システムに異常が発生したときに利用して
いた補助記憶装置（７１０）を、入力情報とする。補助
記憶装置（７１０）は、ページング利用エリア（７１
１）と、変換テーブル退避エリア（７１２）に、補助記
憶の情報が格納されている。

【００５６】最初に、変換テーブル退避エリア（７１
２）から、アドレス変換テーブル（８００）の内容を取
得（ステップ７１００）する。次に、同アドレス変換テ
ーブル（８００）の先頭エントリを、操作対象にセット
（ステップ７２００）する。

【００５７】次に、アドレス変換テーブル（８００）エ
ントリ内の補助記憶装置ページアウト先アドレス（８１
３）が０か否か判定（ステップ７３００）する。同ペー
ジアウト先アドレス（８１３）が０であれば、システム
に異常が発生したとき、対象仮想ページは未使用状態で
あったことを示すため、仮想記憶の内容を取得する必要
はない。

【００５８】補助記憶装置ページアウト先アドレス（８
１３）が０でない場合、そこに格納されたアドレスの内
容を、ページング利用エリア（７１１）より取得し、こ
れを対象仮想ページの内容としてセット（ステップ７４
００）する。

【００５９】以上の処理を終えたのち、ステップ７５０
０で、操作対象が最終ページかどうかをチェックする。
操作対象が最終エントリでない場合は、次の仮想ページ
を操作対象にセット（ステップ７６００）したのち、ス
テップ７３００に戻る。最終エントリであった場合は、
仮想記憶情報取得処理（１３００）の動作を終了する。

【００６０】なお、本実施の形態では、主記憶差分情報
取得処理部（１１１００）が、アドレス変換テーブル
（８００）の内容を変換テーブル退避エリア（７１２）
に出力するが、これに変えて、上記アドレス変換テーブ
ル（８００）を含む仮想ページをページング利用エリア
（７１１）に出力し、同ページを出力した補助記憶装置
内のアドレスを、変換テーブル退避エリア（７１２）に
格納してもよい。その場合は、仮想記憶取得処理部（１
３００）は、変換テーブル退避エリア（７１２）の内容
が示すアドレスに格納されている内容を入力情報とし
て、アドレス変換テーブル（８００）の内容を取得す
る。

【００６１】次に、図８から図１０を用いて、第２の実
施の形態を説明する。第１の実施の形態では、計算機シ
ステム内に存在する仮想記憶（４００）は一つだった。
これに対し、本第２の実施の形態では、計算機システム
内に複数の仮想記憶が存在する場合の、ダンプ情報取得
方法を示す。

【００６２】図８は、第２の実施の形態の計算機システ
ムの構成図である。図８において、４１０は仮想記憶セ
ットである。仮想記憶は、計算機システムで実行する仮
想空間ごとに存在しており、図８は計算機システムに三
つの仮想空間すなわち仮想記憶が存在している。

【００６３】８２０は、アドレス変換テーブルセットで
ある。アドレス変換テーブルセットは、各仮想空間に対
応したアドレス変換テーブルから構成されている。

【００６４】１４００は、仮想空間管理テーブルセット
である。仮想空間管理テーブルセット（１４００）は、
各仮想空間に対応した仮想空間管理テーブルから構成さ
れている。

【００６５】１５００は、空間管理テーブル先頭アドレ
スである。空間管理テーブル先頭アドレス（１５００）
の内容は、主記憶装置（３００）内でチェーンされた仮
想空間管理テーブルのうちの先頭アドレスを示してい
る。

【００６６】１６００は、複数仮想空間情報取得処理部
である。図５で示した第１の実施の形態の再立ち上げ手
順では、システムに異常が発生したとき、主記憶差分情
報取得処理部（１１００）を実行していたが、本第２の
実施の形態では、これに替わって複数仮想空間情報取得
処理部（１６００）を実行する。

【００６７】それ以外の構成は、図１で示した第１の実
施の形態と同様であり、図８では記載を省略する。

【００６８】図９は、仮想空間管理テーブル（１４１
０）の構成を示す。仮想空間管理テーブル（１４１０）
は、各仮想空間が計算機システムを利用するために必要
な制御情報を持つ。１４１１は次エントリアドレスであ
り、主記憶装置（３００）内でチェーンされた次の仮想
空間管理テーブルのアドレス情報を格納する。ただし、
チェーン最終のテーブルは、次エントリアドレス（１４
１１）の内容はヌルである。仮想１４１２はアドレス変
換テーブル実アドレスであり、本仮想空間管理テーブル
（１４１０）に対応した仮想空間の、アドレス変換テー
ブル（８００）実アドレス情報を格納する。

【００６９】図１０は、複数仮想空間情報取得処理部
（１６００）の処理フローチャートである。まず、空間
管理テーブル先頭アドレス（１５００）の内容を取得
（ステップ１０１００）する。このアドレスが示す仮想
空間管理テーブル（１４１０）を、最初の操作対象とし
てセット（ステップ１０２００）する。

【００７０】次に、操作対象の仮想空間管理テーブル
（１４１０）内のアドレス変換テーブル実アドレス（１
４１２）の内容を、レジスタ（５００）にセット（１０
３００）する。この状態で、主記憶差分情報取得処理部
（１１００）を実行（ステップ１０４００）する。主記
憶差分情報取得部（１１００）の処理内容は、図６で示
した第１の実施の形態と同一である。

【００７１】ステップ１０３００で、レジスタ（５０
０）には先頭の仮想空間に対応するアドレス変換テーブ
ル（８００）の実アドレスがセットされているため、こ
こまでの処理で、まず最初の仮想空間のダンプ情報が取
得される。

【００７２】次に、操作対象が最終の仮想空間かどうか
判定（ステップ１０５００）する。同判定処理は、処理
対象の仮想空間管理テーブル（１４１０）内の次エント
リアドレス（１４１１）の内容がヌルかどうかを判定す
ることで実現される。

【００７３】操作対象が最終仮想空間の場合は、処理を
終了する。そうでない場合は、仮想空間管理テーブル
（１４１０）内の次エントリアドレス（１４１１）が示
す仮想空間管理テーブルを操作対象にセット（ステップ
１０６００）したのち、ステップ１０３００に戻る。

【００７４】以上の処理により、計算機システム内に複
数の仮想記憶が存在する場合も、ダンプ情報を取得する
ことができる。

【００７５】次に、図１１を用いて、第３の実施の形態
を説明する。本第３の実施の形態では、変換テーブル退
避エリア（７１２、７２２）の代わりに、ページング利
用エリア（７１１、７２１）内のあらかじめ定めた特定
の場所に、変換テーブル格納先（７１３、７２３）を設
ける。

【００７６】補助記憶利用処理部（１０００）は、アド
レス変換テーブル（８００）に対するページアウト要求
が発生したときには、その格納場所として、変換テーブ
ル格納先（７１３、７２３）を利用する。

【００７７】また、主記憶差分情報取得部（１１００）
は、図６で示した第１の実施の形態における処理フロー
チャートのうち、ステップ６８００で示したアドレス変
換テーブル（８００）の変換テーブル退避エリア（７１
２）への格納は実行しない。それ以外の処理内容は、図
６で示したステップと同一である。

【００７８】また、仮想記憶情報取得処理部（１３０
０）は、図７で示した第１の実施の形態における処理フ
ローチャートのうち、ステップ７１００で示した処理の
代わりに、上記ページング利用エリア（７１１）内の変
換テーブル格納先（７１３）の内容を入力して、システ
ム異常発生時のアドレス変換テーブル（８００）の内容
を取得する。

【００７９】なお、上記変換テーブル格納先（７１３）
に格納するのは、アドレス変換テーブル（８００）のす
べての内容ではなく、アドレス変換テーブル（８００）
自身を含む仮想ページを管理するアドレス変換テーブル
の一部の内容でも良い。

【００８０】次に、図１２及び図１３を用いて、第４の
実施の形態を説明する。図１２は、本実施の形態の計算
機システムの構成図である。本実施の形態における計算
機システムでは、主記憶装置（３００）は、アドレス変
換有効領域（３１０）とアドレス変換無効領域（３２
０）とに分割される。

【００８１】アドレス変換無効領域（３２０）は、処理
の高速化や、重要なプログラムの保護強化を目的に、ア
ドレス変換テーブルを用いたアクセスを行わず、実アド
レスを直接指定してしかアクセスできない領域である。
それ以外の、アドレス変換テーブルを用いて仮想記憶に
割り当てた領域が、アドレス変換有効領域（３１０）で
ある。

【００８２】このうち、アドレス変換無効領域（３２
０）は、これまで示した実施の形態では、補助記憶装置
（７１０）に出力されない。そこで、本第４の実施の形
態では、補助記憶装置（７１０、７２０）内のあらかじ
め定めた所定のエリアに、アドレス変換無効領域退避エ
リア（７１４、７２４）を備える。

【００８３】また、主記憶差分情報取得処理部（１１０
０）は、図６で示した第１の実施の形態と同様の手順で
処理を行ったのち、アドレス変換無効領域（３２０）の
内容を順に、アドレス変換無効領域退避エリア（７１
４、７２４）に出力する。

【００８４】図１３は、第４の実施の形態において、異
常発生時に補助記憶装置（７１０）に格納した内容を入
力情報として、仮想記憶及びアドレス変換無効領域の内
容を取得する計算機システムの構成図である。図１３に
おいて、１７００はアドレス変換無効領域処理部であ
る。アドレス変換無効領域処理部（１７００）は、アド
レス変換無効領域退避エリア（７１４）の内容を順に読
み出し、その内容を出力する。

【００８５】なお、図１３における仮想記憶情報取得処
理部（１３００）の処理内容は、図７で示した第１の実
施の形態における処理内容と同一とする。

【００８６】以上、示した第１の実施の形態から第４の
実施の形態では、補助記憶装置（７００）が正と副に二
重化されたうえで、異常発生時にそれらの切り替えるこ
とで、システム再立ち上げ時間を短縮している。ただ
し、補助記憶装置（７００）が二重化されていない計算
機システムにおいても、これらの実施の形態で示した方
法を用いれば、主記憶装置（３００）のすべての領域を
ダンプ情報として出力せずに済むため、ダンプ情報取得
時間を短縮できるという効果がある。

【００８７】

【発明の効果】本発明によれば、仮想記憶管理を用いた
計算機システムにおいて、ページングで利用していた補
助記憶装置の内容を利用することで、システムに異常が
発生したときの補助記憶装置の内容の一部のみを出力す
ることでダンプ情報を取得できるため、計算機システム
の再立ち上げをし、業務を再開するまでの時間を短縮す
る。

【００８８】更に、ダンプ情報を取得するために特別な
外部記憶装置を設ける必要がないため、計算機資源の効
率化を図れるという効果もある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態を示す計算機システムの構
成図。

【図２】仮想アドレスから実アドレスの求め方と仮想記
憶と主記憶の関係の説明図。

【図３】アドレス変換テーブルエントリの構造図。

【図４】仮想記憶情報取得処理部の説明図。

【図５】再立ち上げ処理手順のフローチャート。

【図６】主記憶差分情報取得処理部のフローチャート。

【図７】仮想記憶情報取得処理部のフローチャート。

【図８】第２の実施の形態を示す計算機システムの構成
図。

【図９】仮想空間管理テーブルの構造図。

【図１０】複数仮想空間情報取得処理部のフローチャー
ト。

【図１１】第３の実施の形態を示す計算機システムの構
成図。

【図１２】第４の実施の形態を示す計算機システムの構
成図。

【図１３】第４の実施の形態のダンプ情報取得の説明
図。

【符号の説明】

１００…計算機、２００…ＣＰＵ、３００…主記憶装
置、４００…仮想記憶、５００…レジスタ、６００…定
義ファイル、７００…補助記憶装置、８００…アドレス
変換テーブル、９００…構成情報、１０００…補助記憶
利用処理部、１１００…主記憶差分情報取得処理部、１
２００…切り替え処理部。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 市川 正也 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者 大辻 彰 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ01 MM31 RR02 5B042 GA25 GA33 GC08 MA01 MA05 MA08 MA15 MC07

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 主記憶装置と補助記憶装置と、仮想記憶
   の個々の領域が、当該主記憶装置内あるいは当該補助記
   憶装置内のどの領域に配置されているかの対応が記述さ
   れたアドレス変換テーブルを用いて、仮想記憶の展開を
   可能とする仮想記憶管理を採用した計算機システムのダ
   ンプ取得方法において、 上記補助記憶装置は第１の補助記憶装置と第２の補助記
   憶装置を用意し、 当該第１の補助記憶装置、もしくは当該第２の補助記憶
   装置のいずれか一方を利用して上記計算機システムを稼
   働させ、 上記計算機システムに障害が発生したことを検知した時
   に、 上記アドレス変換テーブルの配置先を求め、 当該アドレス変換テーブルに記載された、当該アドレス
   変換テーブルに対応する仮想記憶の領域の情報が、上記
   主記憶装置もしくは上記補助記憶装置のどの領域内に格
   納されているかを求め、 当該仮想記憶の領域の内容が、当該主記憶装置に配置さ
   れている場合、当該仮想記憶の領域の内容を、当該主記
   憶装置から当該補助記憶装置に格納する主記憶差分情報
   取得処理ステップと、 上記第１の補助記憶装置を利用して稼働していた場合に
   は、上記第２の補助記憶装置を利用するように切り替
   え、上記第２の補助記憶装置を利用して稼働していた場
   合には、上記第１の補助記憶装置を利用するように切り
   替える補助記憶切り替え処理ステップとを有することを
   特徴とする計算機システムのダンプ取得方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載の計算機システムのダンプ
   取得方法において、 主記憶装置に配置された仮想記憶の領域のうち、当該主
   記憶装置に配置されたのちに一度以上更新されたことが
   ある領域の内容だけを、当該主記憶装置から当該補助記
   憶装置に格納する主記憶差分情報取得処理ステップを有
   することを特徴とする計算機システムのダンプ取得方
   法。
3. 【請求項３】 請求項１記載の計算機システムのダンプ
   取得方法において、 上記計算機システムに障害が発生したことを検知した時
   に、 上記主記憶装置内のうち、アドレス変換テーブルによっ
   て仮想記憶と対応付けされていない領域の内容を、上記
   補助記憶装置内のあらかじめ定めた領域に格納する処理
   ステップを有することを特徴とする計算機システムのダ
   ンプ取得方法。
4. 【請求項４】 主記憶装置と補助記憶装置と、仮想記憶
   の個々の領域が、当該主記憶装置内あるいは当該補助記
   憶装置内のどの領域に配置されているかの対応が記述さ
   れたアドレス変換テーブルを用いて、仮想記憶の展開を
   可能とする仮想記憶管理を採用した計算機システムのダ
   ンプ取得装置において、 上記補助記憶装置は第１の補助記憶装置と第２の補助記
   憶装置を用意し、 当該第１の補助記憶装置、もしくは当該第２の補助記憶
   装置のいずれか一方を利用して上記計算機システムを稼
   働させ、 上記計算機システムに障害が発生したことを検知した時
   に、 上記アドレス変換テーブルの配置先を求め、 当該アドレス変換テーブルに記載された、当該アドレス
   変換テーブルに対応する仮想記憶の領域の情報が、上記
   主記憶装置もしくは上記補助記憶装置のどの領域内に格
   納されているかを求め、 当該仮想記憶の領域の内容が、当該主記憶装置に配置さ
   れており、かつ、当該主記憶装置に配置されたのちに一
   度以上更新されたことがある場合、当該仮想記憶の領域
   の内容を、当該主記憶装置から当該補助記憶装置に格納
   する手段と、 上記第１の補助記憶装置を利用して稼働していた場合に
   は、上記第２の補助記憶装置を利用するように切り替
   え、上記第２の補助記憶装置を利用して稼働していた場
   合には、上記第１の補助記憶装置を利用するように切り
   替える手段とを有することを特徴とする計算機システム
   のダンプ取得装置。