JP2554405B2 - 自動記憶ライブラリでデマウントすべきデータ記憶媒体を選択する方法および装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、遊休状態の自動記憶ラ
イブラリ内でデマウント（周辺記憶装置から外すこと）
すべきデータ記憶媒体を選択する方法、ならびにそのた
めの自動記憶ライブラリおよびプログラム装置に関す
る。さらに具体的には、この方法は、その中の周辺記憶
装置の占有状況の如何にかかわらず、自動記憶ライブラ
リ内でデマウントすべきデータ記憶媒体を選択するこ
と、ならびにそのための自動記憶ライブラリおよびプロ
グラム装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】最新のコンピュータは、１台または複数
の中央演算処理装置とメモリ機構とを含むホスト・プロ
セッサを必要としている。プロセッサは、供給される命
令に応じて、メモリ中のデータを処理する。したがっ
て、メモリはプロセッサが必要とするデータを記憶し、
そのデータをコンピュータの全体的動作が可能な速度で
プロセッサに転送する能力を持たなければならない。し
たがって、コンピュータ・システムの商業的成功にとっ
て、コンピュータ・メモリのコストと性能は決定的に重
要である。

【０００３】現在のコンピュータは大量のデータ記憶容
量を必要とするので、多くの形態のコンピュータ・メモ
リが使用可能である。高速であるが高価な形態のメモリ
は、主記憶装置であり、通常はマイクロチップから構成
される。利用可能な他の形態のメモリは、周辺記憶装置
と呼ばれるもので、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳ
Ｄ）、磁気テープ装置、光記録装置などがある。これら
の型式のメモリは、実際にはその記憶媒体上にデータを
記憶する。これらの型式のメモリは、主記憶装置よりも
記憶密度は高く、コストは安いが、主記憶装置が提供す
る性能を提供しない。たとえば、テープまたはディスク
をドライブの読み書き機構の下で正しく位置決めするの
に必要な時間は、主記憶装置の純粋に電子的な高速のデ
ータ転送速度には及ばない。

【０００４】コンピュータ内のすべてのデータを単一の
型式のメモリ装置に記憶するのは効率が悪い。すべての
データを主記憶装置に記憶するとコストが高くなりす
ぎ、すべてのデータを１つの周辺記憶装置に記憶すると
性能が低下する。従って、通常のコンピュータ・システ
ムは、主記憶装置と１つまたは複数の型式の周辺記憶装
置を両方含み、それらがデータ記憶階層として配列され
ている。データ記憶階層の配列は、ユーザの性能とコス
トの要件に合わせて調整される。この記憶階層中では、
主記憶装置はしばしば１次データ記憶装置と呼ばれ、階
層のその次のレベルはしばしば２次データ記憶装置と呼
ばれ、以下同様である。一般に、階層中の最高のレベル
は、記憶密度が最低で、性能とコストが最高である。階
層中を下がるにつれて、記憶密度は一般に増し、性能は
一般に下がり、コストも一般に低下する。必要なとき階
層中の異なるレベル間でデータを転送することにより、
メモリのコストが最低になり、性能が最高になる。すな
わち、あるデータをプロセッサが必要とすると予想され
る間だけ、そのデータを主記憶装置に記憶する。この記
憶階層は多くの形態をとることができ、任意の数のデー
タ記憶装置またはメモリ・レベルを含み、異なる２つの
メモリ・レベル間で直接データを転送することができ
る。データの転送には、当技術分野で周知の入出力チャ
ネル、制御装置、あるいはキャッシュ・メモリを使用す
る。

【０００５】技術図面、金融保険関係の書類、医療関係
の図表・レコードにはイメージが含まれることがある。
最近まで、イメージ・データをコスト効果の高い形でメ
モリに記憶することは不可能であった。イメージは多く
の形態をとることができ、したがってテキストほど容易
にかつコンパクトにコンピュータの２進値０と１にコー
ド化することができない。技術図面は通常、紙、マイク
ロフィルム、あるいはマイクロフィッシュに保管され、
ある図面へのアクセスが必要なとき、手で検索する必要
がある。Ｘ線その他医療用の診断イメージ、金融機関同
士の間での取引に使用される銀行小切手、保険レコー
ド、ＦＡＸ文書のイメージなどでも同じである。したが
って、コンピュータの発達にもかかわらず、世界のデー
タの大部分はなお紙に保管されていると推定される。こ
うしイメージ・データを含む紙の文書をファイルし、保
管し、検索するコストは、うなぎ登りに増大している。
アクセスが必要なとき手で検索しなければならない文書
で一杯の部屋または倉庫を維持することは、もはや受け
入れできない。光スキャナは、現在ではイメージを周辺
記憶装置に記憶できる機械可読な形に変換することがで
きるが、イメージ・データ用の必要な記憶空間は、紙の
文書に必要な量よりはずっと少ないものの、なおかなり
大きい。大部分のビジネス適用業務には、多数のディス
クまたはテープが必要である。したがって、こうしたデ
ィスクまたはテープの記憶を管理するため、自動記憶ラ
イブラリが開発された。

【０００６】自動記憶ライブラリは、磁気テープ、磁気
ディスク、光ディスク等のデータ記憶媒体を保持するた
めの複数の記憶セルまたはスロットと、ロボット式ピッ
カ機構と、１台または複数の周辺記憶装置とを含む。各
データ記憶媒体は、ピッカが扱いやすいようにカセット
またはカートリッジ・ハウジングに収納することができ
る。このピッカは、コマンドに応じて、手の助けなしに
記憶セルと内部周辺記憶装置の間でデータ記憶媒体を移
動する。記憶媒体をマウントした内部周辺記憶装置は、
「占有された」と言う。データ記憶媒体を内部周辺記憶
装置にマウントした後は、システムが必要とする限り、
その媒体にデータを書き込み、その媒体からデータを読
み出すことができる。データは１つまたは複数のファイ
ルの形で記憶媒体上に記憶される。各ファイルは論理デ
ータ・セットである。ファイルは、特定のユーザによる
アクセスのために予約されており、かつそれが載ってい
る記憶媒体が周辺記憶装置にマウントされて、いつでも
アクセスできる状態になったとき、「開いている」と見
なされる。たとえば、光ディスク・ライブラリでは、フ
ァイルは、排他的アクセスのために予約され、それが載
っているディスクがドライブにマウントされて回転して
いる場合に、開いている。開いたファイルを含む記憶媒
体がマウントされた周辺記憶装置は、実際の電子的転送
が起こっているか否かにかかわらず「活動状態」にある
と見なされる。マウントされた記憶媒体が、ディレクト
リの読取りなど、ファイルが開いていることを必要とし
ない標準のオペレーティング・システム・コマンドの下
でアクセスされている場合も、周辺記憶装置は活動状態
にある。活動状態の記憶媒体は、一般に活動状態の周辺
記憶装置内にある記憶媒体であると見なされる。内部周
辺記憶装置および記憶セルは、データ記憶階層の異なる
レベルにあると見なすことができる。その上、シェルフ
記憶装置内の（すなわち記憶セル内にはなく、手による
介入なしにロボット式ピッカの手の届く範囲外にある）
データ記憶媒体は、データ記憶階層のさらに別のレベル
にあると見なすことができる。

【０００７】自動記憶ライブラリはまた、１台または複
数の外部周辺記憶装置を含むことができる。外部周辺記
憶装置とは、内部周辺記憶装置とは違って、ピッカでア
クセスできず、手でロードしアンロードする必要のあ
る、周辺記憶装置を言う。外部周辺記憶装置は、ライブ
ラリ・オペレータの便宜のためライブラリに含めること
ができる。短時間のアクセスを必要とするシェルフ記憶
媒体は、ライブラリに挿入する必要がなく、また内部周
辺記憶装置の１つにマウントするためにピッカで検索す
る必要もない。外部周辺記憶装置も、データ記憶階層の
異なる１つと見なすことができる。本明細書では今後、
はっきりと明言する場合を除き、「周辺記憶装置」とは
内部周辺記憶装置のみを指すものとする。

【０００８】いくつかの自動記憶ライブラリが知られて
いる。ＩＢＭ社は、１９７０年代に磁気テープ・モジュ
ールの記憶と検索のためのＩＢＭ３８５０大容量記憶サ
ブシステムを導入した。それより後に、いくつかの会社
が磁気テープ・カートリッジおよび光ディスク用の自動
記憶ライブラリを導入している。たとえば、米国特許第
４６５４７２７号、第４８６４４３８号、第４８６４５
１１号の各明細書に、磁気テープ・カートリッジ・ライ
ブラリが開示されている。光ディスク・ライブラリの例
は、米国特許第４２７１４８９号、第４５２７２６２
号、第４６１４４７４号、第４７６６５８１号の各明細
書に出ている。これらのライブラリのロボット式ピッカ
機構は、それぞれ一度に１つのデータ記憶媒体を扱うこ
とのできる１個または複数のグリッパを含む。上記の第
４２７１４８９号、第４５２７２６２号、第４６１４４
７４号特許は、ただ１個のグリッパを有するロボット式
ピッカを開示し、第４６５４７２７号、第４８６４４３
８号、第４８６４５１１号、第４７６６５８１号特許
は、複数のグリッパを有するロボット式ピッカを開示し
ている。ＩＢＭはまた、２グリッパ式ライブラリである
ＩＢＭ９２４６光ライブラリ装置を販売している。

【０００９】ピッカおよびグリッパの動作は、自動記憶
ライブラリの効率に影響する。記憶セルと周辺記憶装置
の間で移動すべき記憶媒体の選択、移動のタイミング、
移動の場所の選択は、データ・アクセス時間を決定する
要因の一部である。通常、単一グリッパ式ライブラリで
は、既に占有されている周辺記憶装置に新しい記憶媒体
をマウントするには、既にマウント済みの媒体をデマウ
ントして記憶セルに移動し、次いで新しい媒体をその記
憶セルから検索してマウントする必要がある。しかし、
多重グリッパ式ライブラリでは、まずピッカに第１のグ
リッパでマウントすべき記憶媒体を検索させてから、第
２のグリッパで周辺記憶装置から記憶媒体をデマウント
することが知られている。周辺記憶装置内の記憶媒体
は、第２のグリッパによってデマウントされ、直ちに
（すなわち、デマウントした記憶媒体を記憶セルに移動
する前に）第１のグリッパ内にある記憶媒体で置き換え
られる。次に周辺記憶装置にマウントすべき記憶媒体
を、その周辺記憶装置を空にする前に検索することによ
り、周辺記憶装置がマウントされない（すなわち、その
中に記憶媒体がない）ままである時間が短縮される。そ
の節減は数秒になることもあり、これはデータ処理環境
ではかなりの量である。

【００１０】また、多重グリッパ式ディスク・ライブラ
リでは、マウントすべきディスクを検索している間に、
デマウントすべきディスクの回転を落すことができる。
磁気ディスクおよび光ディスクは、通常、マウントされ
ている間、読み書き機構が速やかにデータを探し出せる
ようにきわめて高速度で回転する。ディスクをドライブ
からデマウントするときその損傷をさけるため、デマウ
ントの前にディスクの回転を止めなければならない。こ
うした高速度で回転するディスクを止めるには数秒かか
る。ただ１個のグリッパを有するライブラリでは、別の
ディスクを検索している間に、デマウントすべきディス
クの「回転を落す」のは不可能である。したがって、単
一グリッパ式ライブラリは、追加のグリッパ・ハードウ
ェアとそのためのプログラミングが不要なので、多重グ
リッパ式ライブラリよりも低コストで製造できるが、そ
の性能も低くなる。

【００１１】他の要因もライブラリの効率に影響を与え
ることが知られている。マウントされている記憶媒体へ
のアクセスがもはや不要になるとすぐ（すなわち、周辺
記憶装置が非活動状態になったとき）、その記憶媒体を
単にデマウントして、記憶セルに移動するという、ライ
ブラリを作成することが可能である。しかし、記憶媒体
をデマウントしたすぐ後に、その記憶媒体へのアクセス
が必要になる可能性が必ずある。記憶媒体をデマウント
した直後に再マウント（「チャーン」または「スラッシ
ング」と呼ばれる）しなければならなくなる可能性を減
らすため、２つの条件が成立するまで、マウントされた
すべての記憶媒体をそれぞれの周辺記憶装置内に残して
おくことが知られている。この２つの条件とは、ライブ
ラリ内のすべての周辺記憶装置の占有と、現在マウント
されていない記憶媒体に対するマウント要求の発行であ
る。これらの条件を使用することは、新しく要求された
マウントを受け入れるために占有されていない周辺記憶
装置が必要とならない限り、どの記憶媒体もデマウント
する必要がないことを認めることである。その上、新し
いマウントが可能となるためにデマウントすべき記憶媒
体の選択を、ＬＲＵまたは「最近に最も使用されていな
い」基準を用いて行うことが知られている。こうした選
択は、継続してアクセスされる可能性が最も高いと考え
られる記憶媒体をマウント状態に保つためである。こう
した操作の例は、同時係属の米国特許出願第１９０７３
９号に見られる。

【００１２】上記の条件付きデマウント操作は、記憶媒
体がマウントされている周辺記憶装置が非活動状態にな
るとすぐその記憶媒体をデマウントするよりも、時とし
て性能が向上することがあるが、上記の参照文献および
製品で触れられていない、性能上のトレードオフを招く
可能性もある。こうしたトレードオフが生じるのは、上
記の条件付きデマウント操作では、別の記憶媒体のマウ
ントが必要となるまで、記憶媒体をデマウントすること
ができないからである。一部のトレードオフは、多重グ
リッパ式ライブラリに比べて単一グリッパ式ライブラリ
が上記のように性能上著しく不利なことに関係してい
る。上記の条件に従って、マウントされているデータ記
憶媒体のデマウントを遅らせると、上記の性能上の不利
益が回避できない。すなわち、マウント要求が発行され
ると、マウントされている記憶媒体をデマウントして記
憶セルに移動してからでないと、新しい記憶媒体を検索
してマウントすることができない。ランダムにアクセス
され、「チャーン」を招く可能性の低いデータ記憶媒体
を含む単一グリッパ式ライブラリでは、これは全く無駄
である。また、マウントすべき新しいディスクを検索す
る間に、マウントされているディスクの回転を落すこと
ができない。ライブラリが、占有されていない周辺記憶
装置を維持できないということは、新しい記憶媒体をマ
ウントする前に、上記の周辺記憶装置の１つにある記憶
媒体を少くともデマウントしなければならないというこ
とになり、したがってマウント要求に応えるのが遅くな
る。ライブラリが多数のグリッパを有し、したがってデ
マウントした記憶媒体を記憶セルに移動するのが遅れて
よい場合でも、既にその周辺記憶装置にマウントされて
いる記憶媒体がデマウントされるまで、新しい記憶媒体
のマウントが遅れる。

【００１３】上記の条件付きデマウント動作のもう１つ
の重要なトレードオフは、ライブラリの信頼性が低いこ
とである。別の記憶媒体のマウントが必要となるまで、
記憶媒体をデマウントすることができないと、ある種の
周辺記憶装置資源に不当な負担を与えることになる。デ
ィスク・ライブラリでは、まだマウントされているディ
スクが、ディスク駆動モータによって回転され続け、デ
ィスク・ドライブ・サーボ・システムによって追跡され
続ける。テープ・カートリッジ・ライブラリでは、まだ
マウントされているテープが、水圧式空気軸受によって
支持され続ける。どのライブラリでも、ある種の駆動電
子回路が、電力を供給された作動可能状態に維持され
る。こうした駆動資源が余分に使用されると、その資源
が早めに老朽化し、信頼性が低下することになる。ディ
スク駆動モータ、光ディスク駆動レーザ、テープ駆動エ
ア・コンプレッサの摩耗が速まる。

【００１４】

【発明が解決しようとする問題点】本発明の主目的は、
自動記憶ライブラリの改善された性能、ならびにそのた
めの自動記憶ライブラリおよびプログラム装置を提供す
ることにある。

【００１５】本発明の他の目的は、自動記憶ライブラリ
のマウント／デマウント動作の管理ならびにそのための
自動記憶ライブラリおよびプログラム装置を改善するこ
とにある。

【００１６】本発明の他の目的は、自動記憶ライブラリ
内でのデマウントすべき主記憶媒体の選択、ならびにそ
のための自動記憶ライブラリおよびプログラム装置を改
善することにある。

【００１７】本発明の他の目的は、周辺記憶装置の占有
状況の如何にかかわらず、遊休状態の自動記憶ライブラ
リ内でデマウントすべき記憶媒体の選択、ならびにその
ための自動記憶ライブラリおよびプログラム装置を改善
することにある。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明の上記その他の目
的は、１台または複数の占有されている周辺記憶装置が
所定の比較的長い時間の間非活動状態に留まっていると
き、記憶媒体を前もってデマウントできるようにするこ
とによって達成される。記憶媒体がマウントされている
周辺記憶装置が非活動状態にある場合、保留中のマウン
ト要求に応えるため、記憶媒体をデマウントすることが
できる。また保留中のマウント要求がなくとも、周辺記
憶装置がすべて占有されており、かつ１台または複数の
周辺記憶装置が所定の比較的短い時間の間非活動状態に
留まっているときは、占有されていない周辺記憶装置を
得るため、記憶媒体をデマウントすることができる。そ
の上、保留中のマウント要求の有無や、周辺記憶装置の
占有状況の如何にかかわらず、所定の比較的長い時間の
間非活動状態に留まっている、占有されている各周辺記
憶装置内の記憶媒体がデマウントされて、ライブラリ内
の記憶セルに移動される。このような動作を実施するの
に適した自動記憶ライブラリは、後で開示する。

【００１９】占有されていない周辺記憶装置が既に存在
するときでも、記憶媒体をデマウントすると、信頼性が
向上する。このような追加のデマウントが行われるとき
は、新しい占有されていない周辺記憶装置のある種の資
源の使用が一時的に中止される。ディスク駆動モータ、
ディスク駆動サーボ・システム、水圧式空気軸受などの
資源の電力がすべて遮断できる。このような資源の使用
を一時的に中止すると、早めの老朽化が妨げられ、信頼
性が向上する。

【００２０】

【実施例】図面において、様々な図で同じ番号は同じ特
徴および構造要素を示す。本発明の自動記憶ライブラリ
を、光ディスク・ライブラリ中で実施されたものとして
説明する。図１ないし図４に、こうした光ディスク・ラ
イブラリの様々な図を示す。ライブラリ１は、ライブラ
リの作動部分のほとんどを囲むハウジング２を含み、ハ
ウジング２は内部にアクセスするための前後のドア板
（図示せず）を有する。ライブラリ１はさらに、複数の
光ディスク記憶セル３と、複数の内部光ディスク・ドラ
イブ４を含む。各記憶セル３は、片面または両面にデー
タを記録した光ディスク１枚を格納することができる。
ディスクの片面に記憶されたデータを「ボリューム」と
称する。好ましい実施例では、ライブラリ１は、７２個
の記憶セルからなる列２列に配列された１４４個の記憶
セル３と、最大４台の光ディスク・ドライブ４を含む。
光ディスクは、アブレーティブ型、位相変化型、光磁気
式、その他の方式の光記録層を含み、光ディスク・ドラ
イブ４との整合性をもつ限りで、読取り専用、追記型、
または書込み可能型のいずれでもよい。その上、光ディ
スクは、ラセン形または同心円状のトラック・パターン
に記録することができる。記録フォーマットの詳細は本
発明の一部ではなく、当技術分野で既知のどんなもので
もよい。ロボット式ピッカ５は、１個のグリッパ６を含
み、グリッパ６は、記憶セル３またはドライブ４のいず
れにある光ディスクにもアクセスでき、それらの光ディ
スクをそれらの間で移動することができる。好ましい実
施例では、光ディスクは、グリッパ６で扱いやすいよう
にカートリッジに入れてあり、その形状因子が１３．３
ｃｍ（５ １／４インチ）であるが、他の実施例では、
ドライブ４およびグリッパ６に整合するものならどんな
寸法でもよい。

【００２１】図１にはハウジング２の正面は示してない
が、ライブラリ１のいくつかの部分が、オペレータがア
クセスできるようにハウジング２の正面から突き出して
いる。それらの部分は、コンソール・ドア７の一部であ
り、電力インジケータ／スイッチ８、入口／出口スロッ
ト９、外部光ディスク・ドライブ１０、コンソール１
１、キーボード１２のすべてまたは一部を含む。コンソ
ール・ドア７は、図２に示すように、必要なときその背
後にアクセスできるように、外へ開くことができる。ス
ロット９は、光ディスクをライブラリ１に差し込み、ま
たはライブラリ１から外すために使用する。オペレータ
からキーボード１２を介してライブラリ１にコマンドを
送って、ピッカ５に、スロット９に差し込んだ光ディス
クを受け取ってそれを記憶セル３または記憶機構４に移
送させ、あるいは記憶セル３または記憶機構４から光デ
ィスクを回収してそれをスロット９に渡させ、ライブラ
リ１から外すことができる。コンソール１１を用いて、
オペレータは、ハウジング２の内部を見ずに、ライブラ
リ１のある種の動作を監視し制御することができる。外
部光ディスク・ドライブ１０は、ドライブ４とは違っ
て、グリッパ６でアクセスできず、手動でロードしアン
ロードしなければならない。ライブラリ１はまた、光デ
ィスク・ドライブ排気ファン１４、外部ディスク・ドラ
イブ排気ファン１５、および電源１６を含む。

【００２２】ライブラリ１の電源を入れると、キーボー
ド１２で受け取ったコマンドがシステム制御装置１７に
転送される。好ましい実施例では、システム制御装置１
７は、ＯＳ／２オペレーティング・システムを用いるＩ
ＢＭ ＰＳ／２ ８０型パーソナル・コンピュータであ
る。このＩＢＭ ＰＳ／２ ８０型パーソナル・コンピ
ュータは、主記憶装置と、固定ディスクやフロッピー・
ディスク・ドライブに見られるような１つまたは複数の
記憶媒体を含む。システム制御装置１７は、後述のよう
に、ドライブ４、外部ディスク・ドライブ１０、ピッカ
５に命令を発行する。ドライブ制御カード１３とピッカ
制御カード１８は、システム制御装置１７から発行され
た既知の小型コンピュータ・システム・インタフェース
（ＳＣＳＩ）コマンド・パケットを、ドライブ４、外部
ディスク・ドライブ１０、ピッカ５の電気機械的動作に
変換する。ライブラリ１内でのピッカ５の移動は、Ｘ−
Ｙ方向である。垂直方向の移動は、垂直方向モータ１９
で駆動され、水平方向の移動は水平方向モータ２０で駆
動される。モータ１９は親ねじ２１を回転させてピッカ
５を垂直に移動させ、モータ２０はベルト２２と２３を
回転させてピッカ５を水平に移動させる。さらに、ピッ
カ５を回転させて、グリッパ６の届く範囲内にある光デ
ィスクのいずれかの面を直立位置にすることもできる。
ライブラリ１のその他の物理的特徴は、図を簡単にする
ため図面に示してなく、示してあっても番号をつけてな
いが、いずれも周知のものである。

【００２３】次に図５に関して、ライブラリ１のシステ
ム接続について説明する。システム制御装置１７は、１
台または複数のホスト／システム・プロセッサ３０に、
そこから入力を受け取り、そこに出力を送るように接続
されている。システム・プロセッサ３０は、ホスト中央
演算処理装置（ＣＰＵ）、たとえばＭＶＳまたはＶＭオ
ペレーティング・システムを使用するＩＢＭ３０９０メ
インフレーム・プロセッサ、ＯＳ／４００またはＡＩＸ
オペレーティング・システムを使用するＩＢＭＡＳ／４
００中規模コンピュータ、あるいはＯＳ／２またはＤＯ
Ｓオペレーティング・システムを使用し、ローカル・エ
リア・ネットワーク（ＬＡＮ）中に配置されたＩＢＭ
ＰＳ／２パーソナル・コンピュータなどのプロセッサの
ネットワークでよい。システム・プロセッサ３０への接
続は示してないが、周知のものである。システム・プロ
セッサ３０がＩＢＭ ３０９０メインフレーム・プロセ
ッサである場合、ＩＢＭ文書“ＩＢＭ Ｃｈａｎｎｅｌ
−ｔｏ−ＣｈａｎｎｅｌＡｄａｐｔｅｒ”（資料番号Ｓ
Ａ２２−７０９１−００）、１９８３年６月、ＩＢＭ文
書“ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３６０ ａｎｄ Ｓｙｓｔ
ｅｍ／３７０ Ｉ／Ｏ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ Ｃｈａｎ
ｎｅｌ ｔｏ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｕｎｉｔ，Ｏｒｉｇｉ
ｎａｌ Ｅｑｕｉｐｍｅｎｔ Ｍａｎｕｆａｃｔｕｒｅ
ｒｓ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ”（資料番号ＧＡ２２−
６９７４−０９）、１９８８年２月、およびＩＢＭ文書
“ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３７０ Ｅｘｔｅｎｄｅｄ
Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ ｏ
ｆ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ”（資料番号ＳＡ２２−７０８
５−０１）、１９８７年１月に記載されているインタフ
ェースに基づくＩＢＭシステム／３７０チャネル接続機
構を用いて接続を行うことができる。上記の各ＩＢＭ文
書を、引用により本明細書に合体する。システム・プロ
セッサ３０がＩＢＭ ＡＳ／４００中規模コンピュータ
である場合は、ＳＣＳＩインタフェース接続機構を用い
て直接接続を行うことができる。その場合、ライブラリ
１は、ＡＮＳＩ標準Ｘ３Ｔ９．２／８６−１０９ ｒｅ
ｖ．５に従ってホスト・システムによって直接制御され
る。上記のＡＮＳＩ標準を引用により本明細書に合体す
る。システム・プロセッサ３０がＬＡＮ中に配置された
複数のＩＢＭ ＰＳ／２ パーソナル・コンピュータで
ある場合は、ＩＢＭ文書“Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｄ
ａｔａ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ Ｌｅｖｅｌ２．０Ａｒ
ｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ”（資料番
号ＳＣ２１−９５２６）、１９８９年３月に記載されて
いるプロトコルに従って、ＩＢＭトークン・リング・ネ
ットワークＬＡＮ接続機構のＮＥＴＢＩＯＳ制御プログ
ラム・インタフェースを用いて接続を行うことができ
る。上記のＩＢＭ文書を引用により本明細書に合体す
る。以下では、ライブラリ１の好ましい実施例を、シス
テムにとってライブラリ１が共用の汎用記憶装置に見え
る、ＬＡＮ環境におけるファイル・サーバとして使用さ
れるものとして説明を行う。

【００２４】システム制御装置１７は、ＳＣＳＩバス３
１を含む既知の単端ＳＣＳＩ接続を介して、ドライブ
４、ピッカ５、外部光ディスク・ドライブ１０に接続さ
れる。別の実施例では、システム制御装置１７を同様に
して、別の物理的ボックス（図示せず）に、そのボック
スの動作を指示するように接続することもできる。その
ボックスは、システム制御装置をその中に物理的に含ま
ず、その代りＳＣＳＩバス３２を介してシステム制御装
置１７から制御される点を除き、図１ないし４に示した
ものと基本的に同じである。システム制御装置を含むボ
ックスと含まないボックスを１個ずつ含む論理サブシス
テムは、１個のライブラリと見なされる。さらに、ある
種の環境で使用するために、ＲＳ−２３２インタフェー
ス（図示せず）を介して２台のシステム制御装置を接続
して、システム制御装置を含むボックスと含まないボッ
クスを２個ずつ含むライブラリを作成することもでき、
以下同様である。

【００２５】次に図６を参照して、システム制御装置１
７の機能的構成要素レベルでの説明を行う。一般に、シ
ステム制御装置１７は、ファイルの作成と削除、ファイ
ルへの書込みとファイルからの読取り、記憶セル３とド
ライブ４とスロット９の間での光ディスクの移動、使用
度およびエラーに関する統計の提供など、主なライブラ
リ機能をサポートするように設計されている。ライブラ
リ内のボリュームは、単一のドライブのルート・ディレ
クトリ内のサブディレクトリとして現れる。各ボリュー
ムに割り当てられるラベルは、サブディレクトリ名を表
す。システム・プロセッサ３０は、ルート・ディレクト
リを読み取ることができるが、ルート・ディレクトリに
ファイルを記憶することはできない。ボリューム上でア
クセスされるどの経路も、そのボリューム・ラベルを表
すサブディレクトリ要素の下にある経路として現れる。

【００２６】パーソナル・コンピュータ環境で既知の標
準の経路プロトコルを使って、ライブラリ１内のファイ
ルにアクセスする。経路フォーマットは、図７に示して
あり、経路要素３５〜３７と３９を含む。経路要素のう
ち、“ｄ：”はライブラリ１の指定子３５、“ｖｏｌｉ
ｄ”はボリューム・ラベル３６、“ｐａｔｈ１＼ｐａｔ
ｈ２”などは通常のサブディレクトリ経路指定３７、
“ｆｉｌｅ．ｅｘｔ”はファイル名および拡張３９であ
る。バックスラッシュは経路要素を分離するために使用
する。ライブラリ１の指定子３５は、固定ディスク・ド
ライブに普通使用されている“ｃ：”など、パーソナル
・コンピュータ環境において周辺記憶装置に使用されて
いるものと同じく、１文字＋コロンである。ボリューム
・ラベル３６は、指定されたハードウェアのルート・デ
ィレクトリ内のサブディレクトリ要素として現れる。最
初に現れるサブディレクトリ要素は実際にはボリューム
識別子であり、残りのサブディレクトリ要素は実際の経
路３７であるので、ライブラリ１はシステム制御装置３
０には単一の周辺記憶装置に見える。ライブラリ１は、
ライブラリ１内のそのボリューム、そのボリュームを載
せるべきドライブ４などの物理位置に関して命令を必要
としないが、その代りにシステム制御装置１７がそのよ
うな決定をすべて行い、適当な処置を指令する。したが
って、ライブラリの管理はユーザにとってトランスペア
レントである。

【００２７】汎用ライブラリ・ファイル・サーバ（ＧＬ
ＦＳ）５０は、正式に定義されたインタフェースを介し
て１組の汎用中間ハードウェア・コマンドを用いてライ
ブラリを制御する。このインタフェースについては後で
説明する。データはＧＬＦＳ５０によって論理レコード
・レベルで扱われ、単一バイトから可変長データ・オブ
ジェクト全体までに及ぶ量のデータ・アクセスが可能に
なる。オペレーティング・システム５１は、制御の流れ
を調停し、入りオペレーティング・システム・コマンド
を外部インタフェースからライブラリ・サブシステムに
送る。オペレーティング・システム５１は、既知のいく
つかのオペレーティング・システムのいずれでもよく、
好ましい実施例ではＯＳ／２オペレーティング・システ
ムである。ＯＳ／２オペレーティング・システムを使用
すると、一般に標準の固定ディスク・オペレーティング
・システム・コマンドによるライブラリ１の制御が可能
となる。ライブラリの制御は、独自のコマンドＤｏｓＦ
ｓＣｔｌによって指令される。このコマンドを使用する
と、初期設定、ライブラリ１への光ディスクの装入／取
出し、ライブラリ・マップ・ファイルの読取り／書込
み、ドライブ１０への光ディスクのマウント／デマウン
ト、仮想ドライブ・オプションのエネーブル／ディスエ
ーブルなどがサポートされる。ドライブの制御は、独自
のコマンドＤｏｓＤｅｖＩＯＣｔｌによって指令され
る。ライブラリ１に対するプログラム式制御の残りの部
分は、初期設定時に記憶媒体からシステム制御装置１７
の主記憶装置にアップロードされる、マイクロコード内
に保持される。他の実施例では、マイクロプログラム式
制御をサポートするために必要な一部の機能も、システ
ム・プロセッサ３０内で走行するオペレーティング・シ
ステムに対するユーティリティとして提供されることが
ある。

【００２８】ＯＳ／２オペレーティング・システムは、
システム制御装置１７に組み込まれたいくつかの進んだ
オペレーティング・システム概念を含んでいる。この進
んだ概念には、動的リンク・ライブラリ、導入可能ファ
イル・システム、多重タスク処理がある。動的リンク・
ライブラリ（ＤＬＬ）は、それぞれ必要に応じて動的に
ロードできる１組の機能を内蔵するファイルである。通
常は、プログラムをコンパイルし、そのプログラムが呼
び出す可能性のあるすべての機能のコンパイル済みプロ
グラム・コードとリンクさせてからでないと、そのプロ
グラムは実行できない。ＤＬＬを用いると、プログラム
が、コンパイル済みで、プログラム・コードの独立した
モジュールにリンク済みの機能を呼び出すことができる
ようになる。ＯＳ／２は、必要に応じて呼び出すことの
できる１組のＤＬＬモジュールを含む。カスタムＤＬＬ
モジュールを使用すると、ＯＳ／２に非標準型の記憶装
置を制御させることができる。カスタムＤＬＬモジュー
ルは、導入可能ファイル・システム（ＩＦＳ）と呼ばれ
る。ＩＦＳによってサポートされる各機能は、入口点と
呼ばれる。導入可能ファイル・システムに関する詳細に
ついては、ＩＢＭ文書“ＩＢＭ Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｓ
ｙｓｔｅｍｓ Ｄｅｖｅｌｏｐｅｒ”（資料番号Ｇ３６
２−０００１−０３）、１９８９年秋、を参照のこと。
上記文書を引用により本明細書に合体する。好ましい実
施例では、ＧＬＦＳ５０は、規定された入口点を有す
る、ＯＳ／２オペレーティング・システムへのＩＦＳと
して実施される。

【００２９】ＯＳ／２オペレーティング・システムのも
う１つの重要な態様は、多重タスク処理である。多重タ
スク処理とは、システムが多数のプログラムを同時に実
行できる能力である。システム・プロセッサの時間が、
タスク間で分配され、各タスクは、他のタスクが存在し
ない場合と同様に実行されているように見える。各タス
クごとに別々の環境が維持される。各タスク用のメモリ
およびレジスタの内容は、相互の干渉を避けるため分離
されている。タスクとその関連する環境を「スレッド」
と呼ぶ。プログラムは、ＩＢＭ ＰＳ／２ ８０型パー
ソナル・コンピュータの主記憶装置内にコード域とデー
タ域を含むことができる。コード域とは、所与の任意の
スレッドに関して実行中の命令を含む、メモリのセクシ
ョンをいう。データ域とは、命令の実行中に操作される
メモリ（またはレジスタ）のセクションをいう。複数の
スレッドに同じコード域が使用されることがあるので、
各スレッドが同じ実行すべきコード域を指すことはあり
得るが、それぞれ分離したデータ域を含む。

【００３０】上側のインタフェース・トランスレータ８
０は、上側インタフェース・コマンドとＧＬＦＳ５０の
コマンドの間の変換を司る。下側インタフェース・トラ
ンスレータ９０は、ＧＬＦＳ５０が発行したコマンドと
下側インタフェース・コマンドの間の変換を司る。トラ
ンスレータ８０および９０は、それぞれ明確なインタフ
ェースをもつ別々のリンク可能モジュールとして実施さ
れ、ライブラリ１を新しい上側および下側インタフェー
スに容易に接続できるようにする。新しいインタフェー
スに対する接続の唯一の影響は、トランスレータ８０お
よび９０の新しい部分が作成されることである。ＧＬＦ
Ｓ５０は総称的なものであるため、それは変更されない
ままとなる。

【００３１】ライブラリ１の上側インタフェースは、ラ
イブラリ編成ファイル、ライブラリ・マップ・ファイ
ル、システム性能ファイル、コンソール１１（およびキ
ーボード１２）、ネットワーク・インタフェースを含
む。ライブラリ構成ファイル、ライブラリ・マップ・フ
ァイル、システム性能ファイルは図面には示してない
が、システム制御装置１７の固定ディスク・ドライブに
記憶される。これらのファイルは、ライブラリ・オペレ
ータまたは保守要員の手で維持される。ライブラリ構成
ファイルは、ライブラリ１のハードウェア構成の様々な
特性、例えばライブラリ１内の物理ボックスの数、各物
理ボックス内のドライブ４と１０の数、ドライブが内部
ドライブ４か外部ドライブ１０かの別、各物理ボックス
内の記憶セルの数、ピッカ５およびドライブ４と１０の
ＳＣＳＩアドレスなどをリストする。ライブラリ・マッ
プ・ファイルは、ライブラリ１内の光ディスクの様々な
特性、例えばライブラリ１内の各光ディスクのボリュー
ム・ラベル、ライブラリ１内の各光ディスクに関する自
由空間情報、および各光ディスクに関するある種の使用
統計、例えばマウント数、最後のアクセスの日時などを
リストする。システム制御装置１７は、ライブラリ構成
ファイルおよびライブラリ・マップ・ファイルを使用し
て、ライブラリ内の資源の数と配列を識別し、ライブラ
リ１内の資源の状況が変化するとき、ファイルをそれに
合わせて調整する。システム性能ファイルは、仮想ドラ
イブ・オプション・パラメータＵ、最小仮想ドライブ有
資格時間Ｖ、最小デマウント有資格時間Ｗ、事前デマウ
ント有資格時間Ｘ、遊休デマウント時間Ｙなどのオペレ
ータ指定のパラメータをリストする。これらのパラメー
タについては後で定義する。コンソル１１は、ライブラ
リ構成要素の進行状況を示し、エラー報告などのコマン
ドおよびユーティリティ機能をオペレータが利用できる
ようにするのに使用する。キーボード１２は、オペレー
タが、例えばコンソール１１を介して受け取った情報に
応答して、ライブラリ１に手動入力を行うために使用す
る。コンソール１１とキーボード１２は、コンソール・
ドライバ８１およびコンソール・ディジタル・マネジャ
８３によってＧＬＦＳ５０にリンクされる。ネットワー
クは、ＬＡＮアダプタ・ドライバ８２およびＮＥＴＢＩ
ＯＳネットワーク制御プログラム８４にリンクされる。
このネットワーク・インタフェースは、ネットワーク上
のプロセッサが、そのファイル・サーバとして働くライ
ブラリ１に対する遠隔アクセスを得られるようにする。

【００３２】ＧＬＦＳ要求マネジャ５２は、オペレーテ
ィング・システム５１へのインタフェースであり、ＯＳ
／２オペレーティング・システムがＩＦＳと通信するの
に使用するのと同じ１組の入口点に応答する。ＧＬＦＳ
要求マネジャ５２は、ライブラリ機能を実行するために
オペレーティング・システム・コマンドを分割すること
を司り、プロセス制御マネジャ（ＰＣＭ）５３ａ内にあ
るルーチンを呼び出して各ステップを実行することによ
りそれを行う。ＰＣＭ５３ａは、要求ブロックの生成を
必要とするものも含めて、コマンドを分解し処理する際
にシステムを助ける１組のユーティリティ・ルーチンで
ある。これらのルーチンは、ディレクトリ経路ストリン
グを解析し、光ディスクをライブラリに入れ、ボリュー
ムの位置を探し出し、ボリュームにドライブを割り振
り、光ディスクを反転させて反対面にあるボリュームを
マウントすべく提示し、ボリュームをマウントし、デマ
ウントし、光ディスクをライブラリから出すなどする。
これらのルーチンについては後で当該の個所で説明す
る。ディレクトリ管理方式（ＤＭＳ）５３ｂは、周知の
ようにライブラリ１内のユーザ・ファイルの開閉状況を
監視するためのＩＦＳファイル指定を満足するコード・
モジュールであり、そのようなユーザ・ファイルを操作
するために使用する。このような内部モジュール内のＩ
ＦＳインタフェースを使用すると、外部ＩＦＳスタイル
によるディレクトリ管理方式の実施態様を容易に適合さ
せることが可能になる。

【００３３】電力投入初期設定（ＰＯＩ）モジュール５
４は、制御装置の電力投入およびリセット機能を管理す
るもので、初期設定時にオペレーティング・システム５
１によって呼び出される。ＰＯＩモジュール５４は、構
成要素の自己検査の結果の判定と報告、ライブラリ構成
ファイルおよび現況ファイルの読取りなどの機能を司
る。エラーは、エラー回復モジュール５６およびエラー
記録モジュール５７によって処理される。エラー回復モ
ジュール５６は、動的装置再割振りや装置コマンドの再
試行を含めてすべてのエラーを処理する。エラー記録モ
ジュール５７は、エラー情報の保管およびコンソール１
１を介してオペレータにそれを報告することを司る。

【００３４】資源マネジャ６０は、要求ブロック、ドラ
イブ制御ブロック、エラー情報ブロックを含めて、シス
テム制御装置１７のデータ域内の制御ブロックの動的割
振りと割振り解除を行う。要求ブロックは、ドライブ４
またはピッカ５に関するハードウェア事象を要求するの
に使用される。ドライブ制御ブロックは、後で説明する
ように、ドライブ４に関する状況情報を記憶するのに使
用される。エラー情報ブロックは、エラーの報告、分
離、および恐らくは再試行を行うのに必要な情報を記憶
するのに使用される。制御ブロックの割振りおよび割振
り解除は、資源マネジャ６０によって維持されている、
ＩＢＭ ＰＳ／２ ８０型パーソナル・コンピュータの
主記憶装置内の利用可能な自由空間のリストを使って実
行される。エラー回復モジュール５６と資源マネジャ６
０は、共に図６に示すシステム制御装置の大部分の構成
要素に接続されている。図が簡単になるようにこれらの
接続は図示していない。

【００３５】スケジューラ６１と６２は、要求ブロック
の内容の一部を検証し、それを、その要求を処理するハ
ードウェア装置のパイプに入れることを司る。パイプと
は、あるスレッドから別のスレッドに通じる待機データ
経路であり、そのパイプに割当てられた識別子を知って
いるどのスレッドからもそれにアクセスできる。ディス
パッチャ６３と６４は、要求ブロックの妥当性検査を行
い、要求がすぐ実行できる状態にあることを確認し、そ
の要求を適宜、ドライブ論理マネジャ９１およびライブ
ラリ論理マネジャ９２に指名することを司る。コーディ
ネータ６５は、ディスパッチャ６３および６４に対する
要求実行の調整を司る。コーディネータ６５は、ＰＣＭ
５３ａから受け取った各要求ブロックに対する記入項目
を有するテーブルを用いてそれを行う。各記入項目は、
特定の要求ブロックに関連する支援要求ブロックをリス
トする。別の要求が既に完了していることを必要とする
要求は「従属」要求と呼び、最初に完了しなければなら
ない要求は「支援」要求と呼ぶ。コーディネータ６５
は、関連する支援要求が実行されるまで、従属要求の実
行を抑える。支援要求が実行されない場合、コーディネ
ータ６５はそれに従属する要求を拒絶する。

【００３６】論理マネジャ９１および９２は、要求ブロ
ックの形の総称ライブラリ・コマンドを、ＳＣＳＩデー
タ・パケットの形の相当する装置レベルのコマンドに変
換することを司る。論理マネジャ９１および９２はま
た、それぞれドライブ・ドライバ９３とライブラリ・ド
ライバ９４からハードウェア状況情報を受け取ることを
司る。ドライバ９３と９４は、ハードウェアおよび物理
メモリを直接操作する。ドライバ９３と９４はまた、当
該の各ハードウェアとの間のあらゆる通信を実行し、か
つ割込みに応答する。論理マネジャ９１とドライブ・ド
ライバ９３はドライブ４を制御し、論理マネジャ９２と
ライブラリ・マネジャ９４はピッカ５を制御する。図を
簡単にするため図６には図示してないが、実際には、多
数のドライブ・ディスパッチャ６３、ドライブ論理マネ
ジャ９１、ドライブ・ドライバ９３が、ライブラリ内の
各ドライブ４または１０ごとに１組ずつある。各組はそ
れぞれ異なるデータ・パイプに接続されている。

【００３７】動作方法 ライブラリ１の初期設定は、オペレーティング・システ
ム５１、ＧＬＦＳ要求マネジャ５２、資源マネジャ６
０、ＰＯＩモジュール５４を使って実行される。ライブ
ラリ・ハードウェアの自己検査によってそれが正しく機
能することを確認した後、オペレーティング・システム
５１がロードされ、ＯＳ／２ ＣＯＮＦＩＧ．ＳＹＳ
（システム構成）ファイルを使って、オペレーティング
・システム・パラメータを設定し、ドライバをロードす
る。次いでオペレーティング・システム５１は初期設定
コマンドを生成し、このコマンドがＧＬＦＳ要求マネジ
ャ５２に、次いでＰＯＩモジュール５４に渡される。Ｐ
ＯＩモジュール５４は、ライブラリ構成ファイル、ライ
ブラリ・マップ・ファイル、システム性能ファイルを読
み取り、ＩＢＭ ＰＳ／２ ８０型パーソナル・コンピ
ュータの主記憶装置内で必要な内部データ構造を作成
し、ライブラリ構成ファイル内で指定されたライブラリ
１の各ハードウェア構成要素ごとに別々のスレッドを初
期設定する。資源マネジャ６０は、メモリの管理に使用
される内部テーブルを初期設定する。次いでＰＯＩモジ
ュール５４は、システム制御装置１７および制御カード
１３と１８に、電力投入自己検査の結果について照会
し、問題があればエラー回復モジュール５６に報告す
る。初期設定中に検出されたエラーはエラー記憶モジュ
ール５７によって記録され、可能なものはエラー回復モ
ジュール５６によって回復される。システム制御装置１
７が準備完了状態にあるとき、システムはコンソール１
１またはネットワーク・インタフェースの活動状態に感
応する。

【００３８】図８を参照すると、内部データ構造は、光
ライブラリ主システム制御ブロック（ＯＬＭＳＣＢ）１
１０、１個または複数のライブラリ制御ブロック（ＬＣ
Ｂ）１１１、固定ディスク制御ブロック（ＤＣＢ）１１
２、活動ＤＣＢポインタ・アレイ１１３、活動ＤＣＢ１
１４、光ディスク・マップ１１５を含む。ポインタは、
図８では矢印で示してある。ＯＬＭＳＣＢ１１０は、ラ
イブラリ１内の物理ボックスの数、仮想ドライブ・オプ
ション・パラメータＵ、最小仮想ドライブ有資格時間
Ｖ、光ディスク・マップを指すポインタ、およびライブ
ラリ１内の各物理ボックスに関するＬＣＢ１１１を指す
ポインタを含む（便宜上、図にはこのＬＣＢを１つだけ
示す）。各ＬＣＢ１１１は、当該の物理ボックスに関し
て、ピッカ５の動作状況（オンライン、オフライン、故
障）、その中のドライブ４と１０の数、その中のピッカ
５のＳＣＳＩアドレス、その中の記憶セル３の数、その
中の各記憶セル３とスロット９のアドレス、最小デマウ
ント有資格時間Ｗ、事前デマウント有資格時間Ｘ、遊休
デマウント時間Ｙ、およびその中の各ドライブ４または
１０に関する固定ＤＣＢ１１２を指すポインタを含む。
各ＬＣＢ１１１はまた、活動ＤＣＢポインタ・アレイ１
１３を指すポインタを含み、ポインタ・アレイ１１３は
その中の各ドライブ４または１０に関する活動ＤＣＢ１
１４を指すポインタを含む。

【００３９】図には、好ましい実施例では各ドライブ４
および１０ごとに１個ずつ、合計５個の固定ＤＣＢ１１
２が示されている。各固定ＤＣＢ１１２は、ドライブ４
および１０に関する、ある種のドライブ特有の情報を含
む。これらの情報は、ライブラリ１に関して光ディスク
が操作されるとき変化しないので、「固定」情報であ
る。この情報は、当該のドライブに関して、そのドライ
ブの使用がある種の機能（書込み専用など）だけに制限
されているかどうかを示す使用属性を含めて、そのドラ
イブの動作状況を含む。固定ＤＣＢ１１２は、後で説明
するように、ライブラリ１の周りで光ディスクが操作さ
れるとき活動ＤＣＢ１１４を作成するため、そのような
情報の永久レコードとして使用される。

【００４０】図には、好ましい例では各ドライブ４およ
び１０ごとに１個ずつ、および仮想リストごとに１個ず
つ、合計６個の活動ＤＣＢポインタ１１３と１１４が示
されている。この仮想リストは、後で説明するように、
ある種のボリュームに対するアクセス・レコードのリン
クされたリストである。活動ＤＣＢ１１４は、ドライブ
４と１０および仮想アクセスに関する、ある種のボリュ
ーム特有の情報を含む。この情報は、ライブラリ１の周
りで光ディスクが操作されるとき変化する（すなわち更
新される）ので、「活動」情報である。この情報は、当
該の各ドライブまたは仮想アクセスに関する固定ＤＣＢ
１１２からの適当な情報を含み、また、ドライブの占有
状況（光ディスクがマウントされているかどうか）、使
用統計、例えば最終アクセス時間やその中のボリューム
または仮想アクセスに対するユーザ・カウント、および
その中に入れるべき光ディスク・マップへのインデック
スを含む。このインデックスは、ドライブにマウントさ
れたボリュームまたは仮想アクセスを記述する。光ディ
スク・マップへのインデックスは、必要に応じてＤＭＳ
５３ｂがライブラリ１内でボリュームの位置を探し出す
ために使用する。ユーザ・カウントは、あるボリューム
に対して進行中の現アクセスの数である。アクセスと
は、オープン・ファイル、またはディレクトリ読取りな
どファイルをオープンする必要のない任意の標準のオペ
レーティング・システム・コマンドである。

【００４１】光ディスク・マップ１１５は、ライブラリ
１内の各記憶セル３に関する記入項目を含む。空の記憶
セル３に関する記入項目はブランクである。満杯の記憶
セル３に関する記入項目は、その中のディスクの所有
者、そのディスクのホーム記憶セル３と現位置、および
そのディスク上の各ボリュームごとに、ボリューム・ラ
ベル、マウント数、利用可能な自由空間、およびその他
の使用統計をリストする。上記のデータ構造はまた、図
が簡単になるように図にははっきり示してないが、当技
術分野で周知のように、ライブラリ１の動作に必要な他
の情報も含む。

【００４２】次に図９を参照して、システム制御装置１
７の動作について述べる。ネットワーク・インタフェー
スから要求を受け取ると、ネットワーク制御コードは、
ステップ１００で、その要求を１組の標準のＯＳ／２
オペレーティング・システム・コマンドに変換する。次
にオペレーティング・システム５１は、ステップ１０１
で、それらのオペレーティング・システム・コマンドを
処理するため、適当なオペレーティング・システム・コ
ールを発行する。ＧＬＦＳ要求マネジャ５２がこれらの
システム・コールを受け取って、より簡単な機能に分解
する。各機能について、ＧＬＦＳ要求マネジャ５２は、
ステップ１０２でＰＣＭ５３ａまたはＤＭＳ５３ｂある
いはその両者内のルーチンを呼び出し、そのルーチンに
必要な適切なデータのサブセットをパラメータとして渡
す。ハードウェアの活動を必要とする各ルーチンの場合
は、ＰＣＭ５３ａまたはＤＭＳ５３ｂあるいはその両者
が、ステップ１０３で、ハードウェア・レベル要求ブロ
ックを生成するために資源マネジャ６０を呼び出し、そ
のブロックをスケジューラ６１と６２に発行し、ハード
ウェア従属関係があればコーディネータ６５に知らせ
て、それらの要求が適当に順序付けできるようにする。
ＰＣＭ５３ａはまた、各ルーチンが完了したとき、制御
および状況情報をＧＬＦＳ要求マネジャ５２に戻す。

【００４３】ＩＢＭ ＰＳ／２ ８０型パーソナル・コ
ンピュータの主記憶装置内で利用可能な自由空間のリス
トを検査した後、資源マネジャ６０は、その要求ブロッ
クに必要なメモリ空間を割り振る。資源マネジャ６０を
呼び出すルーチンが、ある制御ブロックに対する大部分
の情報を提供し、資源マネジャ６０は、制御ブロック識
別子や要求ブロック識別子などある種の追加情報を記入
する。ドライブ・スケジューラ６１とライブラリ・スケ
ジューラ６２は、すべてのハードウェア事象要求を要求
ブロック識別子として受け取り、それをそれぞれドライ
ブ・ディスパッチャ６３とライブラリ・ディスパッチャ
６４に接続されたデータ・パイプに転送する。ディスパ
ッチャ６３と６４は、要求ブロック識別子が存在するか
どうか、それぞれのデータ・パイプを連続して検査す
る。要求ブロック識別子を受け取った後、ディスパッチ
ャ６３と６４は、要求ブロックがすぐ実行できる状態に
あるかどうか判定するためにコーディネータ６５を呼び
出す。コーディネータ６５は、要求ブロック従属関係テ
ーブルを検査し、すべての支援要求ブロックが完了する
まで、ディスパッチャ６３と６４が要求ブロック識別子
を発行するのを妨げる。すべての要求ブロック従属関係
が満たされたとき、要求ブロック識別子が当該の論理マ
ネジャ９１または９２に発行される。

【００４４】ステップ１０４で、論理マネジャ９１と９
２は、要求ブロック識別子を受け取り、それらの要求を
実施するのに必要なＳＣＳＩハードウェア・コマンド・
パケットを作成し、それらのパケットをドライバ９３お
よび９４に発行する。次いでハードウェアがそれらの要
求を物理的に実行する。各要求が完了したとき、論理マ
ネジャ９１と９２はその完了を通知する。次いでディス
パッチャ６３または６４は次の要求ブロックの識別子を
当該の論理マネジャ９１または９２に発行する。

【００４５】一般に、ライブラリ・マウント／デマウン
ト操作は、ボリューム・マウント要求が存在する限り、
必要に応じて続けられる。最初にドライブ４または１０
にボリュームがマウントされるとき、そのボリュームの
アクセスに関する活動ＤＣＢ１１４が作成される。活動
ＤＣＢは、そのボリュームがマウントされているドライ
ブ４または１０に関するドライブ特有の情報を、固定Ｄ
ＣＢ１１２からメモリのあるブロックにコピーし、適当
にポインタを調整することによって作成される。そのボ
リュームへのアクセス中、そのアクセスに関するボリュ
ーム特有の情報が更新され、活動ＤＣＢ１１４に記憶さ
れる。ボリュームがデマウントされる場合は、占有状況
情報以外のボリューム特有の情報が活動ＤＣＢ１１４か
ら削除され、当該のドライブ情報４または１０が再度空
になったことを示すようになる。当該のドライブ４また
は１０に再度ボリュームがマウントされると、活動ＤＣ
Ｂ１１４は再度必要に応じて適切なボリューム特有情報
で更新され、以下同様である。

【００４６】ボリュームがデマウントされると、ドライ
ブ４は既存のマウント要求に応じることができるように
なり、それによってドライブ４を占有状態に維持する。
このような占有により、すぐにアクセスできるデータの
量が最大になる。しかし保留中のマウント要求がないと
きは、将来のマウント要求に応じ、かつ遊休期間中のド
ライブ４の老朽化を軽減するため、未占有のドライブ４
の存在が確保されるようにドライブ４を前もってデマウ
ントすることができる。すべてのドライブ４が占有され
ている場合、後述のように１台のドライブ４を空にする
ことができる。さらに、やはり後述するように、ドライ
ブ４の活動状態を周期的に検査して、ライブラリ１が相
対的に遊休状態にあるためいずれかの占有ドライブ４内
のボリュームを前もってデマウントすべきかどうか判定
する。したがって、通常のライブラリ動作の間、ドライ
ブ４はあるボリュームが前もってデマウントされた後に
しか空にならない。すべてのドライブ４が占有状態にあ
り、保留中のマウント要求がないとき、前もってデマウ
ントすべきボリュームを選択するための判定基準は、ド
ライブ４の活動状態を周期的に検査する間に使用する基
準とは異なる。

【００４７】ドライブ４は、所与のある時間に、ただ１
つの光ディスクに対してしか物理的書込みまたは読取り
を行うことができない。未占有のドライブ４がないとき
にボリュームのマウント要求が出ると、通常その要求は
拒絶される。しかし、仮想ドライブ・オプション・パラ
メータＵを１にセットして、仮想ドライブ・オプション
が使用可能になると、すべてのドライブ４が占有状態に
あるとき、ボリュームのマウント要求によって、最近に
最も使用されていないボリュームを一時的にデマウント
することにより、現在あるドライブ４よりも多くのボリ
ュームへのアクセスが可能になる。一時的にデマウント
されたボリュームは「スワップ・アウト」されたとい
い、新たにマウントされたボリュームは「スワップ・イ
ン」されたと言う。ドライブ４に関するドライブ特有の
情報は活動ＤＣＢ１１４から削除されるが、一時的にデ
マウントされたボリュームに関するボリューム特有のア
クセス情報はその中に保存される。次いで、一時的にデ
マウントされたボリュームに対する活動ＤＣＢ１１４
が、仮想リストと呼ぶ特殊な形の活動ＤＣＢ１１４内に
保持される。仮想リストＤＣＢは、相互に指すポインタ
を含み、リンクされたリストをもたらす点で、他の活動
ＤＣＢとは異なる。この仮想リストを用いると、次のボ
リューム・マウント要求時に再マウントすることによ
り、そのボリューム上での動作を再開することが可能と
なる。また、キャッシュ処理を用いて、再マウント操作
なしでアクセスを続行することもできる。ボリュームを
再マウントする際、当該の仮想リストＤＣＢがリンクさ
れたリストから削除され、ボリューム特有の情報が、当
該のドライブ４に関する活動ＤＣＢ１１４にコピーされ
る。このようなアクセス情報が保持されるので、仮想ド
ライブ・オプションのもとでスワップ・アウトされたボ
リュームは、依存として活動状態にあり、アクセス中で
あると見なされる。また、スワップ・アウトされたボリ
ュームの再マウントは、当該のドライブに関する活動Ｄ
ＣＢ１１４にアクセス情報が供給される限り、いずれの
ドライブ４内でも行える。ボリューム・アクセスは、そ
のボリュームがマウントされている元のドライブ４には
結合されない。スワップ・アウトされたボリュームは、
そのホーム記憶セル３内にあると論理的に見えない。再
マウントはスワップ・アウトされなかったボリュームの
マウントと区別しなければならないからである。したが
って、ライブラリ内のドライブ４の実際の数は、ユーザ
にとってトランスペアレントである。別の実施例では、
追加の仮想有資格オプション・パラメータを使って、あ
る種のボリュームだけをスワップされる資格があるもの
として指定し、頻繁にアクセスされるボリュームのチャ
ーンを防止することができる。

【００４８】次に図面を参照して、システム制御装置の
高レベル動作を、ＧＬＦＳ５０が特定の指定されたボリ
ュームへのアクセスを要求する代表的なＩＦＳ入口点か
ら始めて、詳しく説明する。この説明では、ＰＣＭ５３
ａの一連のルーチンを参照する。ＰＡＲＳＥ（解析）ル
ーチンは、ボリューム・ラベル３６を要求中の経路の残
りの部分から分離するのに使用する。ＲＥＡＤＹ ＶＯ
ＬＵＭＥ（準備完了ボリューム）ルーチンは、指定され
たボリュームの位置に応じて、後で必要となる動作を決
定するために使用する。指定されたボリュームの位置に
応じて、ＩＮＣＥＬＬ（セル内）ルーチン、ＩＮ ＤＲ
ＩＶＥ（ドライブ内）ルーチン、およびＳＷＡＰ（スワ
ップ）ルーチンが呼び出される。ＩＮ ＣＥＬＬルーチ
ンは、指定されたボリュームがそのホーム記憶セル３内
にある場合に呼び出される。ＩＮ ＤＲＩＶＥルーチン
は、指定されたボリュームを含む光ディスクが既にドラ
イブ４内にマウントされている場合に呼び出される。Ｓ
ＷＡＰルーチンは、指定されたボリュームが現在活動状
態であるが、仮想ドライブ・オプションに基づいてドラ
イブ４からスワップ・アウトされている場合に呼び出さ
れる。

【００４９】ＡＬＬＯＣＡＴＥ（割振り）ルーチンおよ
びＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥ（強制割振り）ルーチ
ンは、必要に応じてＩＮ ＣＥＬＬルーチン、ＩＮ Ｄ
ＲＩＶＥルーチン、およびＳＷＡＰルーチンによって呼
び出される。ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンは、要求中で指
定されたボリュームをマウントするため、未占有のドラ
イブ４を予約するために使用する。ＦＯＲＣＥ ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥルーチンは、仮想ドライブ・オプションのも
とで（すなわち、スワップ・インにより）、その要求中
で指定されたボリュームをマウントするため、占有状態
のドライブ４を予約するのに使用する。ＭＯＵＮＴ（マ
ウント）ルーチンは、単にピッカ５にボリュームを検索
させ、それをドライブ４にマウントさせ、回転させる。
ＤＥＭＯＵＮＴ（デマウント）ルーチンは、単にマウン
トされた光ディスクの回転を落し、ピッカ５でデマウン
トし、そのホーム記憶セル３に移動させる。ＭＯＵＮＴ
ルーチンとＤＥＭＯＵＮＴルーチンは、必要に応じて内
部データ構造を更新する処理を含み、それぞれボリュー
ムのマウントまたはデマウントに失敗した場合はエラー
・メッセージを戻す。ＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵＭＥ
（ボリューム解除）ルーチンは、要求の処理後に、ライ
ブラリ１が遊休状態でなくとも、ボリュームを前もって
デマウントすることが適切であるかどうか判定するため
に呼び出される。ＩＤＬＥ ＤＥＭＯＵＮＴ（デマウン
ト遊休）ルーチンは、ドライブ４の活動状態を周期的に
検査して、ドライブ４の老朽化を軽減するため、その中
にマウントされている光ディスクが、前もってデマウン
トされるのに十分な遊休状態であるかどうか判定する。

【００５０】前記の各ルーチンに関する以下の説明は、
便宜上、可能なら既に述べた特徴や当技術分野で周知の
特徴は省いて、簡単に行う。例えば、ＯＬＭＳＣＢ１１
０、ＬＣＢ１１１、ＤＣＢ１１２と１１４、光ディスク
・マップ１１５内の情報は、その位置、内容、用途につ
いて既に述べたので、必ずしも言及しない。同様に、あ
るルーチンの間に決定された情報を、実行のために呼び
出されたルーチンに必要な第２のルーチンが呼び出され
たとき、その第２のルーチンに渡すことができる。ま
た、「戻る」という語は、ルーチンの結果をルーチンを
呼び出したステップに何らかの形で指示することを含め
て、ルーチンから出てそのルーチンを呼び出したステッ
プに行くことを指す。エラーの原因を示すもの以外の特
定のエラー・メッセージは提供されない。「利用不能」
という語は、オフライン、障害、またはロックされた状
況の構成要素を指すために使用され、その使用を妨げ
る。ドライブは、その使用属性が特定の要求に必要な属
性と整合しない場合にも、利用不能と見なされる。最後
に、外部ドライブ１０を参照し、または所望のボリュー
ムをマウントするために必要な光ディスクの反転は、簡
単にするために省略した。

【００５１】図１０を参照すると、ステップ２００で、
指定されたボリュームへのアクセス要求をＧＬＦＳ要求
マネジャ５２がオペレーティング・システム５１から受
け取り、次いでステップ２０１〜２１０に移って様々な
ＰＣＭ５３ａルーチンを呼び出す。ステップ２０１で、
そこからボリューム・ラベルを抽出し、光ディスク・マ
ップを使用して指定されたボリュームの位置を探し出す
ため、ＰＡＲＳＥルーチンを呼び出す。ステップ２０２
で、ＰＡＲＳＥルーチンの結果に応じて分岐する。ＰＡ
ＲＳＥルーチンがエラー・メッセージを戻した（すなわ
ち、首尾よく完了しなかった）場合、ステップ２１０で
そのエラー・メッセージが戻される。ＰＡＲＳＥルーチ
ンが成功した場合は、ステップ２０３は、指定されたボ
リュームの位置に応じて分岐する。指定されたボリュー
ムがライブラリ１内で見つからなかった場合は、その中
でそのボリュームにアクセスできない。したがって、流
れはステップ２１０に飛び、エラー・メッセージが戻さ
れる。指定されたボリュームがライブラリ１内で見つか
った場合は、ステップ２０４でＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵＭ
Ｅルーチンが呼び出される。ＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵＭＥ
ルーチンが完了すると、ステップ２０５でＲＥＡＤＹ
ＶＯＬＵＭＥルーチンの結果に応じて分岐する。ＲＥＡ
ＤＹ ＶＯＬＵＭＥルーチンがエラー・メッセージを戻
した（すなわち、首尾よく完了しなかった）場合、ステ
ップ２１０でそのエラー・メッセージが戻される。ＲＥ
ＡＤＹ ＶＯＬＵＭＥルーチンが成功した場合、ステッ
プ２０７で、要求に従って指定されたボリュームに対す
る動作が行われる。それらの動作が完了すると、ステッ
プ２０８で、前もってデマウントする必要があるかどう
か判定するため、ＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵＭＥルーチ
ンを呼び出す。ＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵＭＥルーチン
が完了すると、ステップ２１０で結果が戻される。

【００５２】図１１を参照すると、ステップ２０１で呼
び出されたＰＡＲＳＥルーチンがステップ２５０で開始
する。ステップ２５１で、要求中で指定された経路の有
効性に応じて分岐する。指定された経路の有効性は、そ
れを前述の標準の経路プロトコルと比較することによっ
て判定する。例えば、無効な経路フォーマットは、その
第１の経路要素がボリューム・ラベルに対して許容され
ているものより長いものである。その経路フォーマット
が無効な場合、流れはステップ２６０に飛び、エラー・
メッセージが戻される。経路フォーマットが有効な場
合、ステップ２５２で第１の経路要素（すなわち、ボリ
ューム・ラベル３６）が経路指定から抽出されて記憶さ
れる。ステップ２５３で、第１の経路要素を経路指定か
ら取り除くように残りの経路要素がシフトされる。この
とき、残りの経路指定には、指定子３５、サブディレク
トリ要素３７、ファイル名および拡張３９が含まれる。
ステップ２５４で、残りの経路指定中でのサブディレク
トリ要素３７の有無に応じて分岐する。サブディレクト
リ要素３７が残っている場合、流れはステップ２５７に
飛ぶ。サブディレクトリ要素が残っていない場合は、ス
テップ２５６で経路指定に大域標識“＊．＊”が付加さ
れる。ステップ２５７で経路指定と光ディスク・マップ
を使って、ライブラリ１内の指定されたボリュームを探
し出す。大域標識が存在すると、その要求中でサブディ
レクトリが指定されなかったことを意味する。指定され
たボリュームの位置を決定するには、ライブラリ１全体
を検査しなければならない。ＰＡＲＳＥルーチンが完了
すると、ステップ２６０で結果が戻される。

【００５３】図１２を参照すると、ステップ２０４で呼
び出されたＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵＭＥルーチンがステッ
プ３００で開始し、指定されたボリュームの位置に応じ
て、異なる経路に沿って進む。ステップ３０１で、指定
されたボリュームが現在そのホーム記憶セル３にあるか
どうかに応じて分岐する。指定されたボリュームがその
ホーム記憶セル３にある場合は、ステップ３０２および
３０３で、その要求が、要求ユーザの指定されたボリュ
ームに対する新しいアクセスであるかどうか、およびピ
ッカ５が利用可能かどうかに応じて分岐する。要求が新
しいアクセスでない場合、あるいはピッカ５が利用不能
な場合、流れはステップ３２０に飛び、エラー・メッセ
ージが戻される。エラー・メッセージが戻されるのは、
指定されたボリュームがそのホーム記憶セル３にはない
はずだからである。ボリュームが、物理的にはそのホー
ム記憶セル３にあるが、（ドライブ４からスワップ・ア
ウトされたため）論理的にはない場合は、ステップ３０
１で、ステップ３０２に分岐する。ピッカ５が利用不能
な場合は、指定されたボリュームのマウントが行えない
ため、ステップ３２０でエラー・メッセージが戻され
る。要求が新規のアクセスであり、ピッカ５が利用可能
な場合、ステップ３０６で、指定されたボリュームをド
ライブ４にマウントするのを試みるため、ＩＮ ＣＥＬ
Ｌルーチンが呼び出される。ＩＮ ＣＥＬＬルーチンが
完了すると、ステップ３２０でＲＥＡＤＹＶＯＬＵＭＥ
ルーチンから戻る。

【００５４】ステップ３０１で、指定されたボリューム
がそのホーム記憶セル３にない場合、ステップ３０７
で、そのボリュームの現位置を探し出すための探索が続
行される。ステップ３０７で、指定されたボリュームを
含む光ディスクが既にドライブ４内にあるかどうかに応
じて分岐する。その光ディスクがドライブ４内にある場
合、マウント動作は不要であり、ステップ３０８でＩＮ
ＤＲＩＶＥルーチンが呼び出される。ＩＮ ＤＲＩＶ
Ｅルーチンが完了すると、ステップ３０９で、その要求
が、要求ユーザの指定されたボリュームに対する新規の
アクセスであるかどうかに応じて分岐する。要求が新規
アクセスではない場合、流れはステップ３２０に飛ぶ。
要求が新規アクセスである場合は、ステップ３１０で、
指定されたボリュームのユーザ・カウントが増分され
る。ステップ３２０で、ＲＥＡＤＹＶＯＬＵＭＥルーチ
ンから戻る。

【００５５】ステップ３０７で、指定されたボリューム
を含む光ディスクがドライブ４内にない場合（指定され
たボリュームがライブラリ１内にあることは既にわかっ
ているが、そのホーム記憶セル３またはドライブ４内に
は見つからなかった）、仮想ドライブ・オプションに従
ってドライブ４からスワップ・アウトされたはずであ
る。ステップ３１２および３１３で、指定されたボリュ
ームが仮想リスト中にあるかどうか、およびピッカ５が
利用可能かどうかに応じて分岐する。指定されたボリュ
ームが仮想リスト中にはない場合、あるいはピッカ５が
利用不能な場合は、ステップ３２０でエラー・メッセー
ジが戻される。指定されたボリュームが仮想リスト中に
ない場合は、そのボリュームを探し出すことができない
ので、エラーメッセージが戻される。ピッカ５が利用不
能な場合は、指定されたボリュームのマウントが行えな
いので、エラー・メッセージが戻される。指定されたボ
リュームが仮想リスト中で見つかり、かつピッカ５が利
用可能な場合は、ステップ３１５で、ＳＷＡＰルーチン
が呼び出される。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、ステ
ップ３２０でＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵＭＥルーチンから戻
る。

【００５６】図１３を参照すると、ステップ３０６で呼
び出されたＩＮ ＣＥＬＬルーチンがステップ４００で
開始し、ボリュームをマウントすべき未占有のドライブ
４の有無に応じて、異なる経路に沿って進む。ステップ
４０１で、要求中で指定されたボリュームをマウントす
るためにドライブ４を予約するため、ＡＬＬＯＣＡＴＥ
ルーチンが呼び出される。ステップ４０２では、ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥルーチンの結果に応じて分岐する。未占有の
ドライブ４が探し出されて予約された（すなわち、ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥルーチンが成功した）場合、ステップ４０
９で、予約されたドライブ４に指定されたボリュームを
マウントするため、ＭＯＵＮＴルーチンが呼び出され
る。未占有のドライブ４が見つからず予約されなかった
（すなわち、エラー・メッセージが戻された）場合、ス
テップ４０４で、仮想ドライブ・オプションが使用可能
になったかどうかに応じて分岐する。仮想ドライブ・オ
プションが使用可能でない場合、流れはステップ４１０
に飛び、ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果が戻される。
仮想ドライブ・オプションが使用可能である場合は、ス
テップ４０６で、ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチ
ンが呼び出される。未占有のドライブ４は存在しない
が、仮想ドライブ・オプションにより、指定されたボリ
ュームのスワップ・インが可能となる。ステップ４０７
で、ＦＯＲＣＥＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果に応じ
て分岐する。ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンが
エラー・メッセージを戻す場合、ステップ４１０でその
結果が戻される。ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチ
ンが指定されたボリュームを首尾よくスワップ・アウト
した場合は、ステップ４０９でＭＯＵＮＴルーチンが呼
び出される。ＭＯＵＮＴルーチンが完了すると、ステッ
プ４１０でＩＮ ＣＥＬＬルーチンから戻る。

【００５７】図１４を参照すると、ステップ３０８で呼
び出されたＩＮ ＤＲＩＶＥルーチンがステップ４２０
で開始し、指定されたボリュームがマウントされている
ドライブ４が利用可能かどうかに応じて、２つの基本的
経路に沿って進む。指定されたボリュームがマウントさ
れているドライブ４が利用不能な場合、ステップ４２１
でステップ４２２に分岐する。次いでステップ４２２
で、ピッカ５が利用可能かどうかに応じて分岐する。ピ
ッカ５が利用不能な場合、流れはステップ４４２に飛
び、エラー・メッセージが戻される。エラー・メッセー
ジが戻されるのは、利用不能なドライブ４内で指定され
たボリュームにはアクセスできず、ピッカ５も利用不能
なので、そのボリュームを別のドライブ４に転送できな
いからである。ステップ４２２でピッカ５が利用可能な
場合、ステップ４２５で、指定されたボリュームをドラ
イブ４からスワップ・アウトするために、ＳＷＡＰルー
チンが呼び出される。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、
ステップ４２６で、ＲＥＡＤＹＶＯＬＵＭＥルーチンが
呼び出される。ＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵＭＥルーチンが完
了すると、ステップ４４２でＩＮ ＤＲＩＶＥルーチン
から戻る。

【００５８】ステップ４２１で指定されたボリュームが
マウントされているドライブ４が利用可能な場合、ステ
ップ４３３で、指定されたボリュームが仮想リスト中に
あるかどうかに応じて分岐する。指定されたボリューム
が仮想リスト中にある場合、流れはステップ４４１に飛
んで、指定されたボリュームのスワップ・インを試みる
ためにＳＷＡＰルーチンを呼び出す。ＳＷＡＰルーチン
が呼び出されるのは、指定されたボリュームを含む光デ
ィスクはドライブ４内にあるが、指定されたボリューム
はそのドライブ４からスワップ・アウトされているから
である。指定されたボリュームが仮想リスト中にない場
合は、ステップ４３４で、その要求が、要求ユーザの指
定されたボリュームに対する新規アクセスであるかどう
かに応じて分岐する。その要求が新規アクセスでない場
合は、ステップ４４２でエラー・メッセージが戻され
る。要求が新規メッセージである場合は、ステップ４３
７および４３８で、仮想ドライブ・オプションが使用可
能になっているかどうか、および指定されたボリューム
が活動状態である（すなわち、ユーザ・カウントが正）
かどうかに応じて分岐する。仮想ドライブ・オプション
が使用可能でなく、指定されたボリュームが活動状態で
ある場合は、ステップ４４２でエラー・メッセージが戻
される。そうでない場合は、ステップ４４０で、指定さ
れたボリュームのユーザ・カウントが増分され、ステッ
プ４４１でＳＷＡＰルーチンが呼び出される。ＳＷＡＰ
ルーチンが完了すると、ステップ４４２でＩＮ ＤＲＩ
ＶＥルーチンから戻る。

【００５９】図１５を参照すると、ＳＷＡＰルーチンが
ステップ４５０で開始し、ステップ４５２で、ドライブ
を割り振る必要があるかどうかに応じて分岐する。ドラ
イブ４を割り振る必要がない場合は、流れはステップ４
６３に進む。ステップ４６３で、その要求が、要求ユー
ザの指定されたボリュームに対する新規のアクセスであ
るかどうかに応じて分岐する。要求が新規アクセスでな
い場合は、流れはステップ４６６に飛ぶ。新規アクセス
である場合は、ステップ４６４で、指定されたボリュー
ムに対するユーザ・カウントが増分された後、ステップ
４６６に進む。ステップ４５２でドライブ４を割り振る
必要があった場合、ステップ４５３でＡＬＬＯＣＡＴＥ
ルーチンが呼び出される。ステップ４５４で、ＡＬＬＯ
ＣＡＴＥルーチンの結果に応じて分岐する。ＡＬＬＯＣ
ＡＴＥルーチンが未占有のドライブ４を見つけて予約す
るのに成功した場合、流れはステップ４６６に飛ぶ。Ａ
ＬＬＯＣＡＴＥルーチンがエラー・メッセージを戻した
場合、ステップ４５７で、仮想ドライブ・オプションが
使用可能になっているかどうかに応じて分岐する。仮想
ドライブ・オプションが使用可能でない場合、流れはス
テップ４８７に飛び、ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果
が戻される。仮想ドライブ・オプションが使用可能にな
っている場合、ステップ４５９で、ＦＯＲＣＥ ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥルーチンが呼び出される。次いでステップ４
６１で、ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果
に応じて分岐する。ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルー
チンがエラー・メッセージを戻した場合、ステップ４８
７でエラー・メッセージが戻される。ＦＯＲＣＥ ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥルーチンが成功した場合は、流れはステッ
プ４６６に進む。

【００６０】ステップ４６６で、指定されたボリューム
が既に割り振られたドライブ４にマウントされているか
どうかに応じて分岐する。指定されたボリュームが既に
割り振られたドライブ４にマウントされている場合は、
流れはステップ４８１に飛ぶ。指定されたボリュームが
まだ割り振られたドライブ４にマウントされていない場
合は、ステップ４６８で、そのドライブ４の占有状況に
応じて分岐する。そのドライブ４が占有されていない場
合、流れはステップ４７４に飛ぶ。そのドライブ４が占
有されている場合は、ステップ４６９で、ＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンを呼び出すことにより、その中の光ディスク
がデマウントされる。ステップ４７１で、ＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンの結果に応じて分岐する。ＤＥＭＯＵＮＴル
ーチンがエラー・メッセージを戻した場合、ステップ４
８７でそのエラー・メッセージが戻される。ＤＥＭＯＵ
ＮＴルーチンが成功した場合は、流れはステップ４７４
に進んで、ＭＯＵＮＴルーチンを呼び出す。ステップ４
７６で、ＭＯＵＮＴルーチンの結果に応じて分岐する。
ＭＯＵＮＴルーチンがエラー・メッセージを戻す場合、
ステップ４８７でそのエラー・メッセージが戻される。
ＭＯＵＮＴルーチンが指定されたボリュームのマウント
に成功した場合は、ステップ４８１で、ステップ４６９
で割り振られたドライブ４からデマウントされたボリュ
ームの活動状態に応じて分岐する。デマウントされたボ
リュームのユーザ・カウントが正である場合、そのボリ
ュームに対して割り振られたドライブ４に関する活動Ｄ
ＣＢ１１４内のボリューム特有の情報が、ステップ４８
２でそれを仮想リストにリンクすることによって保持さ
れ、流れはステップ４８４に進む。デマウントされたボ
リュームのユーザ・カウントが正でない場合は、ステッ
プ４８３で、活動ＤＣＢ１１４内の情報が捨てられ、流
れはステップ４８４に進む。ステップ４８４で、指定さ
れたボリュームに対する仮想リスト用のボリューム特有
の情報が、割り振られたドライブ４に対する活動ＤＣＢ
１１４にコピーされる。ステップ４８６で、割り振られ
たボリュームに関する仮想リスト中の情報が削除され、
ステップ４８７で流れに戻る。ステップ４８２〜４８４
と４８６で必要に応じて活動ＤＣＢ１１４が更新される
ので、通常ならＭＯＵＮＴルーチンおよびＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンの間に実行されるはずの更新が、ステップ４
６９および４７４でそれらのルーチンを呼び出すときは
阻止されることに留意されたい。

【００６１】図１６を参照すると、ＡＬＬＯＣＡＴＥル
ーチンがステップ５００で開始し、ステップ５０２で、
指定されたボリュームをマウントすべき、空の利用可能
なドライブ４の有無に応じて分岐する。空の利用可能な
ドライブ４がある場合、ステップ５０３で、そのドライ
ブ４にマウントされる準備として、指定されたボリュー
ムのユーザ・カウントが増分され、流れはステップ５１
３に飛ぶ。空の利用可能なドライブ４がこの時点で上記
のマウントのために予約される。空の利用可能なドライ
ブが複数個ある場合は、ライブラリ１の内部データ構造
の検査によって見つかった最初のそのようなドライブが
割り振られる。別の実施例では、ＦＩＦＯ（先入れ先出
し法）、ＬＩＦＯ（後入れ先出し法）、ラウンドロビン
（循環法）、または最小ピッカ行程法など、既知のいず
れかのスケジューリング法を用いて、複数の空の利用可
能なドライブ間で移動を行うこともできる。空の利用可
能なドライブ４がない場合は、ステップ５０６および５
０７で、そのような非活動状態のドライブ４のいずれか
が最後の最小デマウント有資格時間Ｗに活動状態であっ
たかどうかに応じて分岐する。利用可能な非活動状態の
ドライブ４がない場合、あるいはそのようなドライブ４
が見つかったが、時間Ｗの間非活動状態ではなかった場
合、流れはステップ５１３に飛び、エラー・メッセージ
が戻される。利用可能な非活動状態のドライブ４がない
場合、その中の光ディスクをデマウントし、その後指定
されたボリュームをマウントするために、ドライブ４の
１台の活動を中断しても余り利益はないので、エラー・
メッセージが戻される。利用可能な非活動状態のドライ
ブ４はあるが、そのような非活動状態のドライブ４が時
間Ｗの間非活動状態ではなかった場合は、光ディスクは
デマウントされず、エラー・メッセージが戻され、それ
によって断片的に活動状態のシステム適用業務の間にチ
ャーンを防止する。利用可能な非活動状態のドライブ４
で、時間Ｗの間非活動状態であったものがあった場合
は、ステップ５１１で、その中の光ディスクをデマウン
トするためにＤＥＭＯＵＮＴルーチンが呼び出される。
そのようなドライブ４が複数見つかった場合は、最も長
時間非活動状態であったドライブ４内の光ディスク（す
なわち、最近に最も使用されていない光ディスク）がデ
マウントされる。ステップ５１２で、マウントされる準
備として、指定されたボリュームのユーザ・カウントが
増分される。ステップ５１３でＡＬＬＯＣＡＴＥルーチ
ンから戻る。

【００６２】最小デマウント有資格時間Ｗは、特定のラ
イブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整する
ことができる。Ｗが０のとき、ステップ５０７で必ずデ
マウントのためステップ５１１に分岐する。デマウント
の直後にデマウントした光ディスクの再マウントが必要
になることがあるというのがそのリスクである。Ｗが非
常に大きいときは、所望通りディスクがデマウントされ
ることは決してない。好ましい実施例では、これらの要
因のバランスを適正に保つため、Ｗを０〜１０秒の間に
設定する。

【００６３】図１７を参照すると、ＦＯＲＣＥ ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥルーチンがステップ５２０で開始し、ステッ
プ５２２で、利用可能で非活動状態のドライブ４の有無
に応じて分岐する。利用可能で非活動状態のドライブ４
がない場合、流れはステップ５３０に飛び、エラー・メ
ッセージが戻される。エラー・メッセージが戻されるの
は、その中の光ディスクをデマウントし、その後で指定
されたボリュームをマウントするために、ドライブ４の
１台の活動を中断しても余り利益はないからである。利
用可能で非活動状態のドライブ４がある場合は、ステッ
プ５２４および５２６で、いずれかの非活動状態のドラ
イブ４が最後の最小デマウント有資格時間Ｗ秒の間活動
状態であったかどうか、あるいはいずれかの非活動状態
のドライブ４が最後の最小仮想ドライブ有資格時間Ｖの
間活動状態であったかどうかに応じて分岐する。時間Ｗ
および時間Ｖの間非活動状態であった非活動状態のドラ
イブ４がなかった場合、ステップ５３０でエラー・メッ
セージが戻される。エラー・メッセージが戻されるの
は、光ディスクをデマウントするにはチャーンが発生す
るリスクが高すぎると考えられるためである。時間Ｗお
よび時間Ｖの間活動状態でなかったドライブ４がある場
合は、ステップ５２８で、マウントされる準備として、
指定されたボリュームのユーザ・カウントが増分され
る。ステップ５２９で、ＳＷＡＰルーチンが呼び出され
る。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、ステップ５３０
で、ＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンから戻る。

【００６４】最小仮想ドライブ有資格時間Ｖは、特定の
ライブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整す
ることができる。Ｖが０のとき、ステップ５２６で、仮
想ドライブ・オプションのもとで光ディスクのデマウン
トを試みるためにＳＷＡＰルーチンを呼び出すため、必
ずステップ５２８および５２９に分岐する。デマウント
の直後にデマウントした光ディスクの再マウントが必要
となることがあることがそのリスクである。Ｖが非常に
大きいときは、ステップ５２６で必ずステップ５３０に
分岐し、それによってＦＯＲＣＥ ＡＬＬＯＣＡＴＥル
ーチンに戻る。Ｖの値がそのように大きいと、ＦＯＲＣ
Ｅ ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンが不要になる。好ましい
実施例では、これらの要因のバランスを適正に保つた
め、Ｖを０〜３０秒の間に設定する。

【００６５】図１８を参照すると、ステップ２０８で呼
び出されたＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵＭＥルーチンが、
ステップ３５０で開始する。ステップ３５１で、指定さ
れたボリュームがマウントされているドライブ４の活動
状態に応じて分岐する。ドライブ４が活動状態である場
合、流れはステップ３５８に飛ぶ。ドライブ４が非活動
状態である場合は、ステップ３５２で、ドライブ４のユ
ーザ・カウントが非活動状態であることを反映するよう
に減分される。次にステップ３５３で、指定されたボリ
ュームが実際にドライブ４にマウントされているか、そ
れとも仮想ドライブ・オプションのもとでスワップ・ア
ウトされたかに応じて分岐する。指定されたボリューム
が実際にドライブ４にマウントされている場合は、流れ
はステップ３５８に飛ぶ。指定されたボリュームが仮想
ドライブ・オプションのもとでスワップ・アウトされた
場合は、ステップ３５４で、指定されたボリュームの活
動状態に応じて分岐する。指定されたボリュームのユー
ザ・カウントが正である場合、流れはステップ３５８に
飛ぶ。指定されたボリュームのユーザ・カウントが０で
ある場合は、仮想リスト中のアクセス情報はもはや不要
であり、ステップ３５６でそれが捨てられた後、ステッ
プ３５８に進む。

【００６６】ステップ３５８〜３６４では、ライブラリ
１内のいずれかの光ディスクを前もってデマウントすべ
きかどうか決定する。ステップ３５８で、ライブラリ１
内での利用可能な未占有のドライブ４の有無に応じて分
岐する。利用可能な未占有のドライブ４がある場合、流
れはステップ３６５に飛び、ＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵ
ＭＥルーチンから戻る。将来のマウント要求に応じるた
めの未占有のドライブ４が既に存在するので、デマウン
トは不要である。すべてのドライブ４が占有されている
場合、ステップ３６１で、利用可能なドライブ４にマウ
ントされている最近に最も使用されていないボリューム
に対する光ディスク・マップへのインデックスが検索さ
れる。次いでステップ３６２で、そのような最近に最も
使用されていないボリュームが最後の事前デマウント有
資格時間Ｘの間に活動状態であったかどうかに応じて分
岐する。そのようなボリュームが最後の時間Ｘの間活動
状態であった場合は、チャーンが発生するリスクが大き
すぎると考えられるので、デマウントは実行されず、流
れはステップ３６５に飛ぶ。そのようなボリュームが最
終時間Ｘの間活動状態ではなかった場合は、ステップ３
６４で、そのようなボリュームを含む光ディスクをデマ
ウントするために、ＤＥＭＯＵＮＴルーチンを呼び出し
た後、ステップ３６５に進む。データのアクセスは、し
ばしば近くに記憶されているデータのアクセスを伴うの
で、最近に最も使用されていないボリュームは、次にア
クセスされる可能性の最も低いマウント済みボリューム
（すなわち、デマウントされた場合にチャーンを引き起
こす可能性が最も低いマウント済みボリューム）である
と考えられる。デマウントにより、次のマウント要求に
応じるために空のドライブ４が利用できるようになる。
保留中のマウント要求が存在するかどうかは、ステップ
３５８〜３６４にとって重要ではない。保留中のマウン
ト要求がないときでも、将来のマウント要求を予測し
て、光ディスクをデマウント（すなわち、「前もって」
デマウント）することができる。別の実施例では、すべ
てのドライブ４が占有されているとき複数のドライブ４
を空にすることができるが、これはオンライン（すなわ
ち、マウントされ、回転中）のままに留まる光ディスク
の数が不当に減るので好ましくない。完了すると、ステ
ップ３６５で、ＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯＬＵＭＥルーチン
から戻る。

【００６７】事前デマウント有資格時間Ｘは、特定のラ
イブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整する
ことができる。Ｘが０のとき、ステップ３６２は、前も
ってデマウントするため必ずステップ３６４に分岐す
る。デマウントの直後にデマウントしたディスクの再マ
ウントが必要になることがあるというのがそのリスクで
ある。Ｘが非常に大きいときは、所望通りディスクが前
もってデマウントされることは決してない。通常ならス
テップ３６４で前もってデマウントされる資格のある大
部分のディスクがステップ５１１でデマウントされるの
を防止するため、ＸはＷ以上とすべきである。好ましい
実施例では、これらの要因のバランスを適正に保つた
め、Ｘを０〜２０秒の間に設定する。ＸがＷより小さい
場合、ステップ３６２は、最近に最も使用されていない
ボリュームがＷおよびＸの間活動状態であったかどうか
に応じて分岐するはずである。ステップ３６４へ分岐す
るのは、最近に最も使用されていないボリュームが最後
の時間Ｗおよび最後の時間Ｘの間に活動状態でなかった
場合だけである。

【００６８】図１９を参照すると、占有されたいずれか
のドライブ４内の光ディスクが、前もってデマウントさ
れるのに十分な遊休状態であるかどうか判定するため、
ドライブ４の活動状態の定期的検査が、ステップ６００
で、コンソール１１の周期的割込みから開始する。好ま
しい実施例では、コンソール１１は１０秒ごとに割り込
まれる。割込みは、図８〜１５に関するライブラリ１の
状況に関係なく実行される。ステップ６０１で、ドライ
ブ４の活動状態に応じて分岐する。このステップは、事
前デマウント有資格時間Ｘがずっと大きな遊休デマウン
ト時間Ｙで置き換えられない点以外は、ステップ３６２
と同様である。ドライブ４が時間Ｙの間非活動状態であ
った場合、流れはステップ６０５に戻る。時間Ｙは時間
Ｘよりずっと大きいので、ステップ６０１で前もってデ
マウントすると決定しても、チャーンが発生するリスク
とはほとんど関係がない。

【００６９】ステップ６０１でいずれかのドライブ４が
時間Ｙの間非活動状態であった場合、ステップ６０２
で、そのような非活動状態のドライブ４にマウントされ
ているすべての光ディスクを前もってデマウントするた
め、ＤＥＭＯＵＮＴルーチンが呼び出されてから、ステ
ップ６０５に進む。時間Ｙの間非活動状態であったドラ
イブ４が存在するのは、ライブラリ１が比較的遊休状態
にあるとの指示であると見なされる。遊休期間は、ある
種のデータ処理システムでは夜間や週末など、システム
全体の使用度が低い期間に生じる。このようなとき、ド
ライブ４内で光ディスクを回転させ続けることは望まし
くない。ディスクが回転している限り、ドライブ４内の
ユーザがディスク上のトラックを追従し続け、その結
果、不要なサーボ動作が得られる。駆動モータとレーザ
は、有用な作業の実行中ではなくとも、ドライブ４を準
備完了状態に保つ働きをする。この場合は、事前デマウ
ントは、最近に最も使用されていないディスクだけでは
なく、そのような非活動状態のドライブにマウントされ
たすべての光ディスクにも適用される。これは、ドライ
ブの老朽化を軽減する必要が、ライブラリ１が比較的遊
休状態のとき、ディスクをオンラインに維持する必要よ
り大きいと考えられるためである。したがって、比較的
遊休な期間中にいくつかのディスクを前もってデマウン
トすることにより、ライブラリ１の信頼性が高まる。別
の実施例では、そのようなディスクの回転を落すことに
より、それらをデマウントしてそのホーム記憶セル３に
戻すことなく、ライブラリ１の信頼性を高めることがで
きる。

【００７０】遊休デマウント時間Ｙは、ライブラリ１の
動作特性および動作環境に合わせて調整することができ
る。Ｙが０のとき、非活動状態のドライブ４内の光ディ
スクは、そのドライブ４から前もってデマウントされ
る。いくつかのディスクを前もってデマウントした直後
にライブラリ１内の活動状態が増大することがあるの
が、そのリスクである。Ｙが非常に大きいときは、ディ
スクが前もってデマウントされることは決してない。Ｙ
の値がそのように大きいと、ＩＤＬＥ ＤＥＭＯＵＮＴ
ルーチンは不要になる。好ましい実施例では、これらの
要因のバランスを適正に保つために、Ｙを１０〜３０分
の間に設定する。別の実施例では、時間Ｙの間に１台ま
たは複数のドライブ４が未占有であり、１台または複数
のマウント済みのドライブ４が非活動状態にならない限
り、ドライブ４は前もってデマウントされない。未占有
状態のドライブ４の存在は、ステップ３５８〜３６４で
の事前デマウント動作の結果生じる。未占有状態のドラ
イブ４がライブラリ１を比較的遊休状態にあると見なす
必要が加わると、ＩＤＬＥ ＤＥＭＯＵＮＴルーチンの
もとでデマウントが行われた直後にライブラリ１内の活
動性が増大する可能性は小さくなる。

【００７１】別の実施例では、ライブラリ１を、システ
ム性能ファイルおよびＯＬＭＳＣＢ１１０内で指定され
るように、「固定」モードまたは「適応」モードで動作
するように設定することができる。固定モードの時は、
ライブラリ１は前述のように動作する。適応モードの場
合は、オペレータが時間Ｗ、Ｘ、Ｙと適応モード時間Ｚ
を指定する。Ｚは、前回光ディスクがデマウントされて
以降の時間と比較するための、所定の時間である。マウ
ント時に、前回ディスクがマウントされて以降の時間が
Ｚより小さい場合、再マウントされたディスクは、比較
的活動状態の高いディスクであると見なされ、ステップ
３５８〜３６４に従って前もってそれをデマウントする
ことはできない。このようなディスクは、保留中のマウ
ント要求に応じるためのＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの一
環として、あるいはＩＤＬＥ ＤＥＭＯＵＮＴルーチン
の一環としてのみデマウントされる。マウント時に、前
回ディスクがマウントされて以降の時間がより大きい場
合は、再マウントされたディスクは、ステップ３５８〜
３６４に従って前もってデマウントされる資格があると
見なされる。適応モードのとき、ディスクに対するアク
セスの需要が時間の経過と共に変化するので、そのディ
スクは調節された事前デマウントを受ける資格をもち得
る。活動状態のより高いディスクがより低いディスクか
ら動的に分類され、それによってチャーンが発生する可
能性がさらに減少する。

【００７２】適応モード時間Ｚは、特定のシステムの動
作特性に合わせて調整することができる。Ｚが０のと
き、再マウントされたディスクはすべて事前デマウント
の資格があり、ライブラリ１は固定モードで動作する。
Ｚが非常に大きいときは、ディスクは前もってデマウン
トされるのを妨げられる。好ましい実施例では、これら
の要因のバランスを適正に保つためＺを０〜１２０秒の
間に設定する。

【００７３】以上本発明をその好ましい実施例について
説明してきたが、当業者なら理解するように、本発明の
趣旨、範囲および教示から逸脱することなく、細部に様
々な変更を加えることができる。たとえば、本発明を光
ディスク・ライブラリの文脈で開示したが、同様の考慮
により、他のタイプのライブラリに適用可能にすること
ができる。さらに、ドライブと記憶セルの数などライブ
ラリ内で多数の変形を行うことができる。例えば、代替
実施例では、ライブラリ１は３２個の記憶セル３と２台
のドライブ４を含む。システム制御装置１７がハウジン
グ２の外部に配置され、ハウジングの寸法が縮小され
る。ライブラリ１の残りの特徴は基本的に変わらない。
また、上記の時間パラメータに基づくデマウントの防止
を、ある種の条件下で変更することができる。例えば、
機械の故障または他のオフライン状態が発生したとき、
どのドライブ４も当該の時間ＷまたはＸの間非活動状態
でなかったけれども、デマウントを可能にするのが望ま
しいことがあり得る。従って、本明細書に開示した本発
明は、頭記の特許請求の範囲の記載によってのみ限定さ
れるものである。

【００７４】

【発明の効果】本発明により、自動記憶ライブラリの改
善された性能、ならびにそのための自動記憶ライブラリ
およびプログラム装置が提供される。また、自動記憶ラ
イブラリのマウント／デマウント動作の管理、ならびに
そのための自動記憶ライブラリおよびプログラム装置が
改良される。さらに、自動記憶ライブラリ内でデマウン
トすべき記憶媒体の選択、ならびにそのための自動記憶
ライブラリおよびプログラム装置が改良される。さら
に、周辺記憶装置の占有状況の如何にかかわらず、遊休
状態の自動記憶ライブラリ内でデマウントすべき記憶媒
体の選択、ならびにそのための自動記憶ライブラリおよ
びプログラム装置が改良される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の自動光ディスク・ライブラリの正面切
開透視図である。

【図２】コンソール・パネルを外に開き、ファンを取り
除いた以外は図１と同じ図である。

【図３】図１および図２の自動光ディスク・ライブラリ
の背面切開透視図である。

【図４】図３のロボット式ピッカおよびグリッパの拡大
図である。

【図５】図１ないし４の光ディスク・ライブラリのハー
ドウェアの概略図である。

【図６】図１ないし５の光ディスク・ライブラリのシス
テム制御装置の概略構成図である。

【図７】図１ないし５の光ディスク・ライブラリ内のフ
ァイルに対する経路指定の例を示す図である。

【図８】初期設定中に作成される内部データ構造の概略
構成図である。

【図９】本発明に基づく、光ディスク・ライブラリのシ
ステム制御装置の、その上側インタフェースで受け取っ
たネットワーク要求をその下側インタフェースでＳＣＳ
Ｉコマンド・パケットに変換する際の動作を示す流れ図
である。

【図１０】代表的なＩＦＳ入口点に対する図９の高レベ
ル動作を示す流れ図である。

【図１１】図１０で呼び出されるＰＡＲＳＥルーチンの
流れ図である。

【図１２】図１０で呼び出されるＲＥＡＤＹ ＶＯＬＵ
ＭＥルーチンの流れ図である。

【図１３】図１２で呼び出されるＩＮ ＣＥＬＬルーチ
ンの流れ図である。

【図１４】図１２で呼び出されるＩＮ ＤＲＩＶＥルー
チンの流れ図である。

【図１５】図１２で呼び出されるＳＷＡＰルーチンの流
れ図である。

【図１６】前記の諸ルーチンで呼び出されるＡＬＬＯＣ
ＡＴＥルーチンの流れ図である。

【図１７】前記の諸ルーチンで呼び出されるＦＯＲＣＥ
ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの流れ図である。

【図１８】図１０で呼び出されるＲＥＬＥＡＳＥ ＶＯ
ＬＵＭＥルーチンの流れ図である。

【図１９】本発明の一実施例によるＩＤＬＥ ＤＥＭＯ
ＵＮＴルーチンの流れ図である。

【符号の説明】

１ 光ディスク・ライブラリ ２ ハウジング ３ 光ディスク記憶セル ４ 内部光ディスク・ドライブ ５ ロボット式ピッカ ６ グリッパ ９ スロット １０ 外部光ディスク・ドライブ １１ コンソール １２ キーボード １７ システム制御装置 ３０ システム・プロセッサ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 デーヴィド・リーランド・パットン アメリカ合衆国 85710、アリゾナ州、 ツーソン、イースト・パーム・トリー・ ドライブ 9125番地 (72)発明者 デニス・リー・ウィルソン アメリカ合衆国 85715、アリゾナ州、 ツーソン、イースト・ピノン・サークル 7855番地 (72)発明者 ダニエル・ジェイムズ・ウィナルスキイ アメリカ合衆国 85710、アリゾナ州、 ツーソン、サウス・ウッドストック・ド ライブ 647番地 (56)参考文献 特開 平２−73563（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−181163（ＪＰ，Ａ)

Claims (9)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の内部周辺記憶装置を有する、使用さ
   れていない自動記憶ライブラリ内においてデマウントす
   べきデータ記憶媒体を選択する方法であって、前記自動
   記憶ライブラリは、複数のデータ記憶媒体を内部に有
   し、前記方法が、 前記複数の内部周辺記憶装置のすべてが占有されている
   かどうかを判定する機械実行ステップと、 前記複数の内部周辺記憶装置のすべてが占有されている
   場合、第１の所定の時間非活動状態であった内部周辺記
   憶装置があるかどうかを判定する機械実行ステップと、 前記第１の所定の時間非活動状態であった内部周辺記憶
   装置があった場合、当該内部周辺記憶装置内のデータ記
   憶媒体のうち最低使用頻度のデータ記憶媒体をデマウン
   トする機械実行ステップと、 第１の所定の時間より長い第２の所定の時間非活動状態
   であった内部周辺記憶装置があるかどうかを判定する機
   械実行ステップと、 第２の所定の時間非活動状態であった内部周辺記憶装置
   があった場合、第２の所定の時間非活動状態であったと
   判定された占有された内部周辺記憶装置のそれぞれから
   データ記憶媒体をデマウントする機械実行ステップと、 を含む方法。
2. 【請求項２】前記第１の所定の時間が０乃至２０秒の間
   であり、前記第２の所定の時間が１０乃至３０秒の間で
   あることを特徴とする、請求項１に記載の方法。
3. 【請求項３】前記各機械実行ステップが、周期的に繰り
   返されることを特徴とする、請求項１又は２に記載の方
   法。
4. 【請求項４】複数の内部ディスク・ドライブを有する、
   使用されていないディスク・ライブラリ内においてデマ
   ウントすべきデータ記憶ディスクを選択する方法であっ
   て、前記ディスク・ライブラリは、複数のデータ記憶デ
   ィスクを内部に有し、前記方法が、 所定の時間非活動状態であった占有された内部ディスク
   ・ドライブがあるかどうかを判定する機械実行ステップ
   と、 前記所定の時間非活動状態であった内部ディスク・ドラ
   イブがあった場合、所定の時間非活動状態であったと判
   定された占有された内部ディスク・ドライブのそれぞれ
   からデータ記憶ディスクをデマウントせずに回転数を下
   げる機械実行ステップと、 を含む方法。
5. 【請求項５】前記所定の時間非活動状態であった占有さ
   れた内部ディスク・ドライブがあるかどうかを判定する
   機械実行ステップが、周期的に実行されることを特徴と
   する、請求項４に記載の方法。
6. 【請求項６】前記所定の時間が１０乃至３０秒の間であ
   ることを特徴とする、請求項４又は５に記載の方法。
7. 【請求項７】それぞれがデータ記憶ディスクを内部に有
   するとのできる、複数の内部ディスク・ドライブと、 それぞれが内部に一つのデータ記憶ディスクを格納する
   ことのできる、複数の記憶セルと、 前記内部ディスク・ドライブのいずれかと前記記憶セル
   のいずれかの間でデータ記憶ディスクを転送するため
   の、ピッカと、 所定の時間非活動状態であったと判定された内部ディス
   ク・ドライブの各々の中のデータ記憶ディスクをデマウ
   ントせずに回転数を下げることを指令する、機械実行手
   段であって、各内部ディスク・ドライブに接続されてい
   る機械実行手段と、 を含む自動ディスク・ライブラリ。
8. 【請求項８】前記機械実行手段が、所定の時間非活動状
   態であったと判定された内部ディスク・ドライブの各々
   の中のデータ記憶ディスクをデマウントせずに回転数を
   下げることを、周期的に指令することを特徴とする、請
   求項７に記載の自動ディスク・ライブラリ。
9. 【請求項９】前記所定の時間が１０乃至３０秒の間であ
   ることを特徴とする、請求項７又は８に記載の自動ディ
   スク・ライブラリ。