JP2556018B2 - チヤネルパスグル−プ管理方式 - Google Patents
チヤネルパスグル−プ管理方式Info
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- JP2556018B2 JP2556018B2 JP62010191A JP1019187A JP2556018B2 JP 2556018 B2 JP2556018 B2 JP 2556018B2 JP 62010191 A JP62010191 A JP 62010191A JP 1019187 A JP1019187 A JP 1019187A JP 2556018 B2 JP2556018 B2 JP 2556018B2
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
- G06F13/10—Program control for peripheral devices
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、チャネルパスグループ管理方式に関し、特
に装置ごとのパスグループの管理が可能で、仮想計算機
システムの入出力実行に好適なチャネルパスグループ管
理方式に関する。
に装置ごとのパスグループの管理が可能で、仮想計算機
システムの入出力実行に好適なチャネルパスグループ管
理方式に関する。
従来、入出力チャネルには、直列型（スター型）と並
列型（バス型）とがあり、このうち直列型では、入出力
チャネルが複数個混在し、各入出力チャネルにそれぞれ
入出力制御装置が接続され、それらの入出力制御装置に
は複数台の入出力機器が接続される。また、並列型で
は、１つの入出力チャネルに結合されたバスに複数個の
入出力制御装置が接続され、それらの入出力制御装置に
は複数個の入出力機器が接続される。ここで、入出力制
御装置を接続する線を、サブチャネルと呼ぶ。また、入
出力制御装置が複数個同時に動作するものをマルチプレ
クサ・チャネルと呼ぶが、この場合には入出力情報の転
送の度ごとに、入出力チャネルと入出力制御装置との間
に論理的結合が行われる。また、入出力チャネルと入出
力制御装置との間で論理的結合が行われた後、その入出
力制御装置に接続された入出力機器にサーチ命令等を発
行して、一旦論理的結合を切り離し、サーチ成功による
割込みによって再び論理的に結合することが行われてい
る（以下、動的再結合と呼ぶ）。動的再結合とは、入出
力操作単位の終了時に、動的に使用可能なチャネルパス
を選択し、入出力装置とチャネルとの間の再結合を可能
とするものである。この再結合により、I/Oの応答性能
を向上させることができる。
列型（バス型）とがあり、このうち直列型では、入出力
チャネルが複数個混在し、各入出力チャネルにそれぞれ
入出力制御装置が接続され、それらの入出力制御装置に
は複数台の入出力機器が接続される。また、並列型で
は、１つの入出力チャネルに結合されたバスに複数個の
入出力制御装置が接続され、それらの入出力制御装置に
は複数個の入出力機器が接続される。ここで、入出力制
御装置を接続する線を、サブチャネルと呼ぶ。また、入
出力制御装置が複数個同時に動作するものをマルチプレ
クサ・チャネルと呼ぶが、この場合には入出力情報の転
送の度ごとに、入出力チャネルと入出力制御装置との間
に論理的結合が行われる。また、入出力チャネルと入出
力制御装置との間で論理的結合が行われた後、その入出
力制御装置に接続された入出力機器にサーチ命令等を発
行して、一旦論理的結合を切り離し、サーチ成功による
割込みによって再び論理的に結合することが行われてい
る（以下、動的再結合と呼ぶ）。動的再結合とは、入出
力操作単位の終了時に、動的に使用可能なチャネルパス
を選択し、入出力装置とチャネルとの間の再結合を可能
とするものである。この再結合により、I/Oの応答性能
を向上させることができる。
このような動的再結合機能を有するものとしては、例
えば、（１）370−XA プリンシプル・オブ・マニュア
ル（Principles of operation SA−22−7085）（IBM
社のハードウェア・マニュアル）および（２）Ｈ−8538
−C1 ディスク制御装置（日立のハードウェア・マニュ
アル）に詳述されている。
えば、（１）370−XA プリンシプル・オブ・マニュア
ル（Principles of operation SA−22−7085）（IBM
社のハードウェア・マニュアル）および（２）Ｈ−8538
−C1 ディスク制御装置（日立のハードウェア・マニュ
アル）に詳述されている。
一方、仮想計算機（Virtual Machine、以下VMと呼
ぶ）をサポートするアーキテクチャについては、（３）
システム370エクステンディド・アーキテクチャ・イン
タプリティブ・エキスキューション（IBM System/370
Extended Architecture Interpretive Execution
SA22−7095）に詳述されている。なお、VMとは、ホス
ト実計算機と類似のアーキテクチャを備えた論理的な計
算機のことである。通常、１台のホスト実計算機の下に
複数台（例えば、Ｎ台（Ｎ≧１））のVMを定義し、それ
らの同時走行を可能とするものを仮想計算機システム
（VMS）と呼び、その制御プログラムをVMCPと呼ぶ。各V
M上では、オペレーティング・システム（OS）が動作
し、各々独立して同時走行が可能である。各OSは、ホス
ト実計算機と類似のアーキテクチャ、つまりCPU,特権命
令，非特権命令，割込み,I/O等を使用することができ
る。
ぶ）をサポートするアーキテクチャについては、（３）
システム370エクステンディド・アーキテクチャ・イン
タプリティブ・エキスキューション（IBM System/370
Extended Architecture Interpretive Execution
SA22−7095）に詳述されている。なお、VMとは、ホス
ト実計算機と類似のアーキテクチャを備えた論理的な計
算機のことである。通常、１台のホスト実計算機の下に
複数台（例えば、Ｎ台（Ｎ≧１））のVMを定義し、それ
らの同時走行を可能とするものを仮想計算機システム
（VMS）と呼び、その制御プログラムをVMCPと呼ぶ。各V
M上では、オペレーティング・システム（OS）が動作
し、各々独立して同時走行が可能である。各OSは、ホス
ト実計算機と類似のアーキテクチャ、つまりCPU,特権命
令，非特権命令，割込み,I/O等を使用することができ
る。
前述のように、各VM上では、オペレーティング・シス
テム（OS）が走行し、このOSは特権命令を発行すること
ができる。例えば、従来技術では、VM上のI/O命令は、
前述の文献（３）に記載されているように、ソフトウェ
アのVMCPによりシミュレーションされている。シミュレ
ーションは、CPUにおいて上記VMCPプログラムを実行す
ることにより行われるので、VMCPのCPUオーバヘッドが
増大し、VMのCPUの性能が実計算機と比較して低下す
る。特に、I/O命令発行頻度の高いジョブに対しては、
著しい性能の低下を招くことになる。このために、VMの
I/Oに対しても、VMCPの介入なしに、ハードウェアまた
はマイクロプログラムにより直接実行できるようにする
ことが望ましい。それも、CPU側と入出力プロセッサ
（以下、IOPと呼ぶ）側との並行度ができるだけ向上す
るように、IOP側に多くの処理を移行することが重要で
ある。例えば、VMのチャネルプログラム（チャネルコマ
ンドワード（CCW）の実行系列）を、ホスト絶対アドレ
スよりなるチャネルプログラムに変換する処理（CCW変
換処理）は、従来、VMCPで行われているが、これをIOP
側で直接VMのチャネルプログラムを実行できるようにす
れば、上記処理を省略できる。この場合には、IOP側でC
CW変換相当の処理を行いながら、VMのチャネルプログラ
ムを実行していくことになるが、その処理はCPUと並行
して行われるため、全体としては、VMおよびVMSのCPU性
能が向上する。
テム（OS）が走行し、このOSは特権命令を発行すること
ができる。例えば、従来技術では、VM上のI/O命令は、
前述の文献（３）に記載されているように、ソフトウェ
アのVMCPによりシミュレーションされている。シミュレ
ーションは、CPUにおいて上記VMCPプログラムを実行す
ることにより行われるので、VMCPのCPUオーバヘッドが
増大し、VMのCPUの性能が実計算機と比較して低下す
る。特に、I/O命令発行頻度の高いジョブに対しては、
著しい性能の低下を招くことになる。このために、VMの
I/Oに対しても、VMCPの介入なしに、ハードウェアまた
はマイクロプログラムにより直接実行できるようにする
ことが望ましい。それも、CPU側と入出力プロセッサ
（以下、IOPと呼ぶ）側との並行度ができるだけ向上す
るように、IOP側に多くの処理を移行することが重要で
ある。例えば、VMのチャネルプログラム（チャネルコマ
ンドワード（CCW）の実行系列）を、ホスト絶対アドレ
スよりなるチャネルプログラムに変換する処理（CCW変
換処理）は、従来、VMCPで行われているが、これをIOP
側で直接VMのチャネルプログラムを実行できるようにす
れば、上記処理を省略できる。この場合には、IOP側でC
CW変換相当の処理を行いながら、VMのチャネルプログラ
ムを実行していくことになるが、その処理はCPUと並行
して行われるため、全体としては、VMおよびVMSのCPU性
能が向上する。
ところで、従来の技術では、前述の文献（３）に記載
されているように、VMのI/O割込みも、VMCPによりシミ
ュレーションされているが、これもまたCPUオーバヘッ
ドの大きな要因である。従って、できる限りVMのI/O割
込みも、直接ハードウェアまたはマイクロプログラムに
より実行できるようにすることが望ましい。特に、走行
中のVMに属するI/O割込みは、そのVMの割込みマスクの
制御に従い、もし割込み可能であれば、そのVMのプロフ
ィクスに直接反映されるようにし、走行中VMのI/O割込
み処理プログラムに直接制御が渡されるようにすること
が望ましい。なお、上述のようなVMのI/O命令およびI/O
割込みを、VMCPの介入なしにハードウェアまたはマイク
ロプログラムで実行することを、I/O直接実行方式と呼
ぶことにする。
されているように、VMのI/O割込みも、VMCPによりシミ
ュレーションされているが、これもまたCPUオーバヘッ
ドの大きな要因である。従って、できる限りVMのI/O割
込みも、直接ハードウェアまたはマイクロプログラムに
より実行できるようにすることが望ましい。特に、走行
中のVMに属するI/O割込みは、そのVMの割込みマスクの
制御に従い、もし割込み可能であれば、そのVMのプロフ
ィクスに直接反映されるようにし、走行中VMのI/O割込
み処理プログラムに直接制御が渡されるようにすること
が望ましい。なお、上述のようなVMのI/O命令およびI/O
割込みを、VMCPの介入なしにハードウェアまたはマイク
ロプログラムで実行することを、I/O直接実行方式と呼
ぶことにする。
さて、このI/O直接実行方式においても、前述のよう
なホスト計算機のチャネルシステムが有する動的再結合
機能を、当然付加している必要がある。その理由は、I/
Oのレスポンスタイムを短縮する利点があるからであ
る。前述のように、従来の動的再結合機能は、予め定義
されたチャネルパスグループの範囲内で実現される。し
かも、従来の仕様では、１つのチャネルパスが異なる２
つのグループに属することは禁止されていた。
なホスト計算機のチャネルシステムが有する動的再結合
機能を、当然付加している必要がある。その理由は、I/
Oのレスポンスタイムを短縮する利点があるからであ
る。前述のように、従来の動的再結合機能は、予め定義
されたチャネルパスグループの範囲内で実現される。し
かも、従来の仕様では、１つのチャネルパスが異なる２
つのグループに属することは禁止されていた。
いま、VMSシステムのある１つのVMを起動したとき、
装置はVMにくくりつけとなる。このように、あるVMに装
置をくくりつけて専有化させたとき、その装置を専有装
置と呼ぶ。専有装置を使用するOSは、専有元VM上のOSだ
けであるから、VM間の装置スケジュールは不要となり、
直接実行方式もサポートし易い。そこで、これ以降は、
専有装置に対するI/O直接実行方式を対象にする。この
場合には、次に述べるような問題点が発生する。
装置はVMにくくりつけとなる。このように、あるVMに装
置をくくりつけて専有化させたとき、その装置を専有装
置と呼ぶ。専有装置を使用するOSは、専有元VM上のOSだ
けであるから、VM間の装置スケジュールは不要となり、
直接実行方式もサポートし易い。そこで、これ以降は、
専有装置に対するI/O直接実行方式を対象にする。この
場合には、次に述べるような問題点が発生する。
（ａ）VM1上のOS1が、装置Ａに対してチャネルパスグル
ープG1を定義したと仮定する。また、同じように、VM2
上のOS2が別の装置Ｂに対して、チャネルパスグループG
2を定義したと仮定する。VM上のOSは、各々独立してパ
スグループ名を定義するから、名称G1とG2は一般に異な
るものである。しかし、チャネルパスは０から255まで
であるから、実際にはG1とG2で同一のチャネルパスを含
むことがあり得る。
ープG1を定義したと仮定する。また、同じように、VM2
上のOS2が別の装置Ｂに対して、チャネルパスグループG
2を定義したと仮定する。VM上のOSは、各々独立してパ
スグループ名を定義するから、名称G1とG2は一般に異な
るものである。しかし、チャネルパスは０から255まで
であるから、実際にはG1とG2で同一のチャネルパスを含
むことがあり得る。
（ｂ）I/O直接実行では、VMCPは介入しないので、OSの
指定したチャネルパスは、そのまま実チャネルパスとし
て、IOPに送るか、またはOSの指定したチャネルパスを
仮想チャネルパスとして扱い、マイクロプログラムで実
チャネルパスへの変換を行うか、のいずれかの方法をと
らなくてはならない。後者の方法では、VMごとに変換テ
ーブルを用意して、互いに素になるように実チャネルパ
スを割当てなければならないため、処理が複雑となり、
その結果、CPUオーバヘッドも大きくなる。従って、上
記方法は、実際的ではない。一方、前者の方法では、同
一の実チャネルパスが、異なるパスグループG1とG2に同
時に属することになるため、従来のハードウェア仕様に
違反することになる。
指定したチャネルパスは、そのまま実チャネルパスとし
て、IOPに送るか、またはOSの指定したチャネルパスを
仮想チャネルパスとして扱い、マイクロプログラムで実
チャネルパスへの変換を行うか、のいずれかの方法をと
らなくてはならない。後者の方法では、VMごとに変換テ
ーブルを用意して、互いに素になるように実チャネルパ
スを割当てなければならないため、処理が複雑となり、
その結果、CPUオーバヘッドも大きくなる。従って、上
記方法は、実際的ではない。一方、前者の方法では、同
一の実チャネルパスが、異なるパスグループG1とG2に同
時に属することになるため、従来のハードウェア仕様に
違反することになる。
本発明の目的は、このような従来の問題を改善し、装
置ごとまたはVMごとのパスグループ管理が可能で、装置
またはVM識別子が異なれば、１つのチャネルパスを異な
る２つ以上のパスグループに属させることが可能なチャ
ネルパスグループ管理方式を提供することにある。
置ごとまたはVMごとのパスグループ管理が可能で、装置
またはVM識別子が異なれば、１つのチャネルパスを異な
る２つ以上のパスグループに属させることが可能なチャ
ネルパスグループ管理方式を提供することにある。
上記目的を達成するため、本発明のチャネルパスグル
ープ管理方式は、複数のオペレーティングシステムが並
列的に動作可能な処理装置と、複数の入出力装置と、前
記処理装置と入出力装置の間に接続された入出力制御装
置とを備え、前記処理装置と前記入出力装置との間の複
数のチャンネルパスのうち、オペレーティングシステム
により定義されたチャネルパスグループに属するチャネ
ルパスを選択的に使用して入出力動作時の再結合を行な
う計算機システムのチャネルパス管理方式において、入
出力制御装置は、一つのチャネルパスが異なる入出力装
置の複数のチャネルパスグループに重複可能なように、
入出力装置ごとにチャネルパスと当該チャネルパスが属
するチャネルパスグループを識別する識別子との対応関
係を登録する管理テーブルを有し、前記管理テーブルに
従って前記チャネルパスグループの管理を行うことを特
徴としている（方式１）。また、入出力制御装置は、一
つのチャネルパスが異なるオペレーティングシステムの
複数のチャネルパスグループに重複可能なように、オペ
レーティングシステムごとにチャネルパスと当該チャネ
ルパスが属するチャネルパスグループを識別する識別子
を登録する管理テーブルを有し、前記管理テーブルに従
って前記チャネルパスグループの管理を行なうことを特
徴としている（方式）。
ープ管理方式は、複数のオペレーティングシステムが並
列的に動作可能な処理装置と、複数の入出力装置と、前
記処理装置と入出力装置の間に接続された入出力制御装
置とを備え、前記処理装置と前記入出力装置との間の複
数のチャンネルパスのうち、オペレーティングシステム
により定義されたチャネルパスグループに属するチャネ
ルパスを選択的に使用して入出力動作時の再結合を行な
う計算機システムのチャネルパス管理方式において、入
出力制御装置は、一つのチャネルパスが異なる入出力装
置の複数のチャネルパスグループに重複可能なように、
入出力装置ごとにチャネルパスと当該チャネルパスが属
するチャネルパスグループを識別する識別子との対応関
係を登録する管理テーブルを有し、前記管理テーブルに
従って前記チャネルパスグループの管理を行うことを特
徴としている（方式１）。また、入出力制御装置は、一
つのチャネルパスが異なるオペレーティングシステムの
複数のチャネルパスグループに重複可能なように、オペ
レーティングシステムごとにチャネルパスと当該チャネ
ルパスが属するチャネルパスグループを識別する識別子
を登録する管理テーブルを有し、前記管理テーブルに従
って前記チャネルパスグループの管理を行なうことを特
徴としている（方式）。
本発明において、方式１は装置ごとに独立なチャネル
パスグループを管理するため装置対応の動的再結合が可
能であり、また方式２はVM識別子を含めてチャネルパス
グループを管理するため、１つのVM上のOSから見ると、
実計算機と同じ仕様制限で動的再結合が可能となる。上
記方式1,方式２は、特に仮想計算機システムでのVMのI/
Oに対する直接実行方式にとって極めて有効である。
パスグループを管理するため装置対応の動的再結合が可
能であり、また方式２はVM識別子を含めてチャネルパス
グループを管理するため、１つのVM上のOSから見ると、
実計算機と同じ仕様制限で動的再結合が可能となる。上
記方式1,方式２は、特に仮想計算機システムでのVMのI/
Oに対する直接実行方式にとって極めて有効である。
装置対応にチャネルパスグループを管理する方式１で
は、（ａ）パスグループを定義するとき、装置対応の管
理テーブルを作成し、それにより管理する。（ｂ）１つ
のチャネルパスが異なる２つのパスグループG1,G2に属
したとしても、それらが別個の装置に対するものであれ
ば許可する。動的再結合機能は、装置対応に存在するた
め、G1とG2とが別装置に対応するならば、何等問題はな
い。（ｃ）同一の装置に対して、異なる２つのパスグル
ープG3,G4が定義されるような場合、G3,G4は互いに素、
つまり G3∩G4＝φ（空） であることが必要である。その理由は、もし互いに素で
なければ、動的再結合をG3の範囲内で行うのか、あるい
はG4の範囲内で行うのか、不明確となるからである。
は、（ａ）パスグループを定義するとき、装置対応の管
理テーブルを作成し、それにより管理する。（ｂ）１つ
のチャネルパスが異なる２つのパスグループG1,G2に属
したとしても、それらが別個の装置に対するものであれ
ば許可する。動的再結合機能は、装置対応に存在するた
め、G1とG2とが別装置に対応するならば、何等問題はな
い。（ｃ）同一の装置に対して、異なる２つのパスグル
ープG3,G4が定義されるような場合、G3,G4は互いに素、
つまり G3∩G4＝φ（空） であることが必要である。その理由は、もし互いに素で
なければ、動的再結合をG3の範囲内で行うのか、あるい
はG4の範囲内で行うのか、不明確となるからである。
次に、VM上のOSの指定したパスグループ名称の頭に、
当該VMの識別子（以下、VMidと記す）を付加して考える
方式２では、（ａ）同一のVMidを有した異なるパスグル
ープG1,G2は、互いに素であることが必要であるが、
（ｂ）異なるVMidを有するパスグループG3,G4は、同一
のチャネルパスを含んでいてもよいものとする。このと
きには、G3とG4は一般に異なる名称を持っているが、偶
然に同一名称であってもよい。さらに、G3とG4とが全く
同一のチャネルパスから構成されていてもよい。（ｃ）
動的再結合機能は、当該I/Oの発行元のVMのVMidを有す
る当該パスグループの範囲で行われるようにすれば、何
等問題はない。
当該VMの識別子（以下、VMidと記す）を付加して考える
方式２では、（ａ）同一のVMidを有した異なるパスグル
ープG1,G2は、互いに素であることが必要であるが、
（ｂ）異なるVMidを有するパスグループG3,G4は、同一
のチャネルパスを含んでいてもよいものとする。このと
きには、G3とG4は一般に異なる名称を持っているが、偶
然に同一名称であってもよい。さらに、G3とG4とが全く
同一のチャネルパスから構成されていてもよい。（ｃ）
動的再結合機能は、当該I/Oの発行元のVMのVMidを有す
る当該パスグループの範囲で行われるようにすれば、何
等問題はない。
上記のうち、方式１は、VM上のOSのみならず、実計算
機上のOSに対しても有効な方法であり、OSに対して柔軟
性が増加する。
機上のOSに対しても有効な方法であり、OSに対して柔軟
性が増加する。
以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明す
る。
る。
第３図は、本発明が適用されるシステムの構成図であ
る。このシステムの構成自体は、従来と同じであるが、
磁気ディスク制御装置と磁気ディスク装置内のチャネル
パスグループ管理テーブルおよび管理方法が異なる。
る。このシステムの構成自体は、従来と同じであるが、
磁気ディスク制御装置と磁気ディスク装置内のチャネル
パスグループ管理テーブルおよび管理方法が異なる。
第３図において、100,102は命令プロセッサ（Instruc
tion Processor:IP）、110は主記憶制御装置（Storage
Controller:SC）、120は主記憶装置（Main Storage:
MS）、130は拡張チャネルシステム（Extended Channel
System:ECS）、140,150はディスク制御装置（Disc C
ontroller:DKC）、160,170,180はディスク装置（Disc
Unit:DKU）である。
tion Processor:IP）、110は主記憶制御装置（Storage
Controller:SC）、120は主記憶装置（Main Storage:
MS）、130は拡張チャネルシステム（Extended Channel
System:ECS）、140,150はディスク制御装置（Disc C
ontroller:DKC）、160,170,180はディスク装置（Disc
Unit:DKU）である。
第３図においては、拡張チャネルシステム130、ディ
スク制御装置140,150およびディスク装置160,170,180の
内部の制御により、本発明を実施する。その制御には新
しい動作論理を用いるが、その動作論理を実現する手段
としては、従来より用いられているハードウェア論理ま
たはマイクロプログラム、または両者の組合わせにより
実現できる。
スク制御装置140,150およびディスク装置160,170,180の
内部の制御により、本発明を実施する。その制御には新
しい動作論理を用いるが、その動作論理を実現する手段
としては、従来より用いられているハードウェア論理ま
たはマイクロプログラム、または両者の組合わせにより
実現できる。
本実施例においては、ディスク制御装置140,150とデ
ィスク装置160,170,180の各々に、チャネルパスグルー
プ管理テーブルを備える。
ィスク装置160,170,180の各々に、チャネルパスグルー
プ管理テーブルを備える。
第５図は、本発明におけるディスク制御装置内に作成
されたチャネルパスグループ管理テーブルの一例を示す
図である。１つのディスク制御装置から見たとき、チャ
ネルパスは16本存在するので、それらを順番にパス番号
0,1,・・・・・,15とする。ここで、チャネルパスと
は、拡張チャネルシステム（ECS）130からディスク装置
160,170,180に到るまでのデータ、または信号のパス
（径路）である。なお、チャネルパスを、チャネルと同
意義と考えても差し支えはない。一方、１つのディスク
制御装置内には、最大16台のディスク装置DKU0,DKU1,・
・・・・,DKU15が接続される。本実施例では、１つのチ
ャネルパスは、あるチャネルパスグループ（以下、単に
パスグループまたはグループと呼ぶ）に属することがで
きる。つまり、１つのチャネルパスが異なるグループに
属することもあり得る。従来では、どのチャネルパスも
システムで唯一のグループにしか属することができなか
った。
されたチャネルパスグループ管理テーブルの一例を示す
図である。１つのディスク制御装置から見たとき、チャ
ネルパスは16本存在するので、それらを順番にパス番号
0,1,・・・・・,15とする。ここで、チャネルパスと
は、拡張チャネルシステム（ECS）130からディスク装置
160,170,180に到るまでのデータ、または信号のパス
（径路）である。なお、チャネルパスを、チャネルと同
意義と考えても差し支えはない。一方、１つのディスク
制御装置内には、最大16台のディスク装置DKU0,DKU1,・
・・・・,DKU15が接続される。本実施例では、１つのチ
ャネルパスは、あるチャネルパスグループ（以下、単に
パスグループまたはグループと呼ぶ）に属することがで
きる。つまり、１つのチャネルパスが異なるグループに
属することもあり得る。従来では、どのチャネルパスも
システムで唯一のグループにしか属することができなか
った。
このように、第５図においては、装置が異なれば、１
つのチャネルパスは異なる２つ以上のグループに属して
もよい。例えば、チャネルパス０は、グループid0,0と
グループid0,1に属することができる。ただし、２つの
グループは、異なる２つの装置DKU0,DKU1に対して定義
されたものであることが必要である。つまり、グループ
idが同一でも、装置が異なれば、独立なグループである
とみなす。
つのチャネルパスは異なる２つ以上のグループに属して
もよい。例えば、チャネルパス０は、グループid0,0と
グループid0,1に属することができる。ただし、２つの
グループは、異なる２つの装置DKU0,DKU1に対して定義
されたものであることが必要である。つまり、グループ
idが同一でも、装置が異なれば、独立なグループである
とみなす。
第４図は、本発明におけるディスク装置内チャネルパ
スグループ管理テーブルの一例を示す図である。
スグループ管理テーブルの一例を示す図である。
１つのディスク装置DKUは、最大８本のチャネルパス
により拡張チャネルシステム（ECS）130に接続されてい
る。それを、順番に0,1,・・・・７と番号を付ける。１
つのディスク装置DKUjに対して、最大８個のチャネルパ
スグループ（id0,j,id1,j,id2,j,・・・・・・・,i
d7,j）を定義することができる。１つのディスク装置
（DKU）においては、チャネルパスは唯一のチャネルパ
スグループに属することしか許されない。従って、この
ディスク装置（DKU）内のチャネルパスグループ管理テ
ーブルは、従来のテーブルと同じである。従来と異なる
部分は、第５図で説明したように、ディスク装置（DK
U）間で、１つのチャネルパスが異なる２つのグループ
に属してもよいことである。
により拡張チャネルシステム（ECS）130に接続されてい
る。それを、順番に0,1,・・・・７と番号を付ける。１
つのディスク装置DKUjに対して、最大８個のチャネルパ
スグループ（id0,j,id1,j,id2,j,・・・・・・・,i
d7,j）を定義することができる。１つのディスク装置
（DKU）においては、チャネルパスは唯一のチャネルパ
スグループに属することしか許されない。従って、この
ディスク装置（DKU）内のチャネルパスグループ管理テ
ーブルは、従来のテーブルと同じである。従来と異なる
部分は、第５図で説明したように、ディスク装置（DK
U）間で、１つのチャネルパスが異なる２つのグループ
に属してもよいことである。
第６図は、パスグループを定義するためのチャネルコ
マンドワード（CCW）の形式図である。
マンドワード（CCW）の形式図である。
600はそのCCW（Set Path Group id CCWと呼ぶ）
の本体、610はそのオペランドであって、コード（Cod
e）とグループidとを含む。このCCWは、第３図におい
て、命令プロセッサ100または102から発行されるI/O起
動命令により、チャネルパスを指定して、拡張チャネル
システム130に送られるものである。拡張チャネルシス
テム（ECS）130は、全てのチャネルパスを管理してい
る。以上のことは、従来と全く同じである。
の本体、610はそのオペランドであって、コード（Cod
e）とグループidとを含む。このCCWは、第３図におい
て、命令プロセッサ100または102から発行されるI/O起
動命令により、チャネルパスを指定して、拡張チャネル
システム130に送られるものである。拡張チャネルシス
テム（ECS）130は、全てのチャネルパスを管理してい
る。以上のことは、従来と全く同じである。
第７図は、第６図のCCWのオペランドのコード（Cod
e）の内容を示す図である。
e）の内容を示す図である。
第７図に示すように、（１）Code＝000のときには、
パスグループの構成を表わす。I/O起動命令がある装置
に対して発行された場合、ある１本のチャネルパスが指
定され、Set Path Group id CCWが指定される。こ
のときのコード000は、このチャネルパスを当該装置の
指定したグループに登録することを要求するものであ
る。（２）Code＝001のときには、パスグループの解散
を表わす。これは、指定されたチャネルパスを含む当該
装置のグループを解散することを要求するもので、他の
装置には及ばない。
パスグループの構成を表わす。I/O起動命令がある装置
に対して発行された場合、ある１本のチャネルパスが指
定され、Set Path Group id CCWが指定される。こ
のときのコード000は、このチャネルパスを当該装置の
指定したグループに登録することを要求するものであ
る。（２）Code＝001のときには、パスグループの解散
を表わす。これは、指定されたチャネルパスを含む当該
装置のグループを解散することを要求するもので、他の
装置には及ばない。
（３）Code＝010のときには、パスグループからの削除
を表わす。これは、指定されたチャネルパスを、当該装
置のパスグループから削除することを要求するもので、
他の装置には及ばない。
を表わす。これは、指定されたチャネルパスを、当該装
置のパスグループから削除することを要求するもので、
他の装置には及ばない。
これらのコード（Code）についての従来の動作仕様
は、前述の文献（２）に詳述されている。
は、前述の文献（２）に詳述されている。
本実施例のコード内容は上述の通りであるが、これが
従来のコード内容と相違する点は、Code＝000のときだ
けである。すなわち、従来、Code＝000のときにはパス
グループの構成を表わすが、この場合、１つのチャネル
パスは唯一のグループにしか属することができなかっ
た。しかし、本実施例では、第５図に示すように、装置
が異なれば、別個のグループに属してもよい。また、Co
de＝001のとき、従来も解散を表わすことは同一である
が、指定パスのグループは唯一であるため、それを当該
装置について解散すればよかった。これに対して、本実
施例では、複数グループに属すことができるので、１つ
のグループを解散するだけではいけない。しかし、指定
装置の中では、唯一のグループに属するので、そのグル
ープを該当装置について解散することにすれば、従来と
同じになる。また、Code＝010のときにも、001のときと
同じように、従来と同じである。
従来のコード内容と相違する点は、Code＝000のときだ
けである。すなわち、従来、Code＝000のときにはパス
グループの構成を表わすが、この場合、１つのチャネル
パスは唯一のグループにしか属することができなかっ
た。しかし、本実施例では、第５図に示すように、装置
が異なれば、別個のグループに属してもよい。また、Co
de＝001のとき、従来も解散を表わすことは同一である
が、指定パスのグループは唯一であるため、それを当該
装置について解散すればよかった。これに対して、本実
施例では、複数グループに属すことができるので、１つ
のグループを解散するだけではいけない。しかし、指定
装置の中では、唯一のグループに属するので、そのグル
ープを該当装置について解散することにすれば、従来と
同じになる。また、Code＝010のときにも、001のときと
同じように、従来と同じである。
第１図は、本発明の第１の実施例を示すCCWの動作論
理のフローチャートであり、第２図はディスク制御装置
（DKC）内のパス管理テーブルの例を示す図である。第
２図では、チャネルパス２が、装置DKU1のグループＡに
登録されている。
理のフローチャートであり、第２図はディスク制御装置
（DKC）内のパス管理テーブルの例を示す図である。第
２図では、チャネルパス２が、装置DKU1のグループＡに
登録されている。
いま、Set Path Group id CCW（Code＝000、つま
りパスグループの構成）が命令プロセッサから発行され
ると、その大部分は第３図のディスク制御装置（DKC）1
40または150において実行される。
りパスグループの構成）が命令プロセッサから発行され
ると、その大部分は第３図のディスク制御装置（DKC）1
40または150において実行される。
すなわち、第１図では、先ず、命令プロセッサ100ま
たは102が、Set Path Group id CCWを指定してI/O
起動命令を発行し、拡張チャネルシステム130にこれを
送出する。次に、拡張チャネルシステム130は、これを
受けて、Set Path Group id CCWを指定チャネルパ
スを通してディスク制御装置140または150に送出する
（ステップ１）。ディスク制御装置（DKC）は、当該パ
スおよび当該装置に対して、既にSet Path Group id
CCWが発行されているかを判断する（ステップ２）。
もし、発行されている場合には、第５図に示す管理テー
ブルに当該パス、当該装置に対して、グループidが登録
されているはずである。従って、登録されているグルー
プidとCCWの指定したグループidとが等しいか否かを判
断し（ステップ３）、等しくないときにはエラーとす
る。この場合には、ユニットチェックとして割込みを行
う（ステップ５）。また、等しいときには、ステップ６
に進む。また、ステップ２で、もし発行されていないと
きには、第５図に示すDKC内の管理テーブルに、当該パ
ス、当該装置に対するグループidとして、CCWの指定し
たグループidを登録する。さらに、第４図に示す当該装
置DKU内の管理テーブルにおける当該パスに、CCWの指定
パスグループidを登録する（ステップ４）。装置DKUに
対するパスグループとしては、第４図に示す該当DKU内
のチャネルパスグループ管理テーブルを見て、同一グル
ープidを有するパスを、当該装置に対するパスグループ
とする（ステップ６）。
たは102が、Set Path Group id CCWを指定してI/O
起動命令を発行し、拡張チャネルシステム130にこれを
送出する。次に、拡張チャネルシステム130は、これを
受けて、Set Path Group id CCWを指定チャネルパ
スを通してディスク制御装置140または150に送出する
（ステップ１）。ディスク制御装置（DKC）は、当該パ
スおよび当該装置に対して、既にSet Path Group id
CCWが発行されているかを判断する（ステップ２）。
もし、発行されている場合には、第５図に示す管理テー
ブルに当該パス、当該装置に対して、グループidが登録
されているはずである。従って、登録されているグルー
プidとCCWの指定したグループidとが等しいか否かを判
断し（ステップ３）、等しくないときにはエラーとす
る。この場合には、ユニットチェックとして割込みを行
う（ステップ５）。また、等しいときには、ステップ６
に進む。また、ステップ２で、もし発行されていないと
きには、第５図に示すDKC内の管理テーブルに、当該パ
ス、当該装置に対するグループidとして、CCWの指定し
たグループidを登録する。さらに、第４図に示す当該装
置DKU内の管理テーブルにおける当該パスに、CCWの指定
パスグループidを登録する（ステップ４）。装置DKUに
対するパスグループとしては、第４図に示す該当DKU内
のチャネルパスグループ管理テーブルを見て、同一グル
ープidを有するパスを、当該装置に対するパスグループ
とする（ステップ６）。
そして、この装置DKUにおけるチャネルパスグループ
の範囲内で、該当DKUのI/Oの動的再結合が行われること
は、従来の場合と全く同じである。
の範囲内で、該当DKUのI/Oの動的再結合が行われること
は、従来の場合と全く同じである。
このようにして、本実施例においては、各VMの専有装
置に対して、各VM上のOSは自由にパスグループを設定す
ることができる。その理由は、もしチャネルパスが異な
る２つのグループに属したとしても、装置DKUが異なる
ため何等差し支えはない。従って、VMのI/Oが、たとえS
et Path Group id CCWの命令を含んでいたとして
も、専有装置に対して直接実行することができ、VMCPの
介入は不要となる。
置に対して、各VM上のOSは自由にパスグループを設定す
ることができる。その理由は、もしチャネルパスが異な
る２つのグループに属したとしても、装置DKUが異なる
ため何等差し支えはない。従って、VMのI/Oが、たとえS
et Path Group id CCWの命令を含んでいたとして
も、専有装置に対して直接実行することができ、VMCPの
介入は不要となる。
次に、第８図〜第13図は、本発明の第２の実施例を示
す説明図である。
す説明図である。
第８図は、拡張チャネルシステム（ECS）のスタート
ファンクションの機能説明図である。
ファンクションの機能説明図である。
拡張チャネルシステム130のスタートファンクション
により、主記憶装置（MS）120内の装置制御ブロック（U
CW）800におけるVMidが、線820,830を経由して、ディス
ク制御装置（DKC）140または150に送られる。これによ
り、VMidごとにパスグループを設定することができる。
従って、VMidが異なれば、異なるディスク装置（DKU）
に対して、あるチャネルパスを同一グループに属するよ
うに割当てることも可能である。
により、主記憶装置（MS）120内の装置制御ブロック（U
CW）800におけるVMidが、線820,830を経由して、ディス
ク制御装置（DKC）140または150に送られる。これによ
り、VMidごとにパスグループを設定することができる。
従って、VMidが異なれば、異なるディスク装置（DKU）
に対して、あるチャネルパスを同一グループに属するよ
うに割当てることも可能である。
第９図は、第２の実施例におけるディスク制御装置
（DKC）内のチャネルパスグループ管理テーブルを示す
図である。
（DKC）内のチャネルパスグループ管理テーブルを示す
図である。
第９図に示すように、各チャネルパス０〜15は、VMid
0〜VMid15ごとに異なるグループidに属することができ
る。すなわち、チャネルパスは、VMidが異なれば、異な
るグループidのグループに属してもよい。同一グループ
idでも、VMidが異なれば、異なる独立のグループと考え
るのである。
0〜VMid15ごとに異なるグループidに属することができ
る。すなわち、チャネルパスは、VMidが異なれば、異な
るグループidのグループに属してもよい。同一グループ
idでも、VMidが異なれば、異なる独立のグループと考え
るのである。
第10図は、第２実施例における装置（DKU）内のチャ
ネルパスグループ管理テーブルを示す図である。このテ
ーブルは、第４図に示す第１の実施例におけるDKU内チ
ャネルパスグループ管理テーブルとほぼ同じであり、異
なっているのは、VMidを含んでいる点のみである。すな
わち当該ディスク装置（DKU）があるVMidjの専有装置と
して割当てられるとともに、グループが指定され、Set
Path Group id CCWによりチャネルパスがいずれか
のグループに属される。
ネルパスグループ管理テーブルを示す図である。このテ
ーブルは、第４図に示す第１の実施例におけるDKU内チ
ャネルパスグループ管理テーブルとほぼ同じであり、異
なっているのは、VMidを含んでいる点のみである。すな
わち当該ディスク装置（DKU）があるVMidjの専有装置と
して割当てられるとともに、グループが指定され、Set
Path Group id CCWによりチャネルパスがいずれか
のグループに属される。
第11図は、第８図におけるスタートファンクションの
動作論理フローチャートである。
動作論理フローチャートである。
先ず、拡張チャネルシステム130は、スタートファン
クションが起動されると（ステップ11）、主記憶装置12
0内のサブチャネル（UCW）よりVMidを読み出して、これ
をディスク制御装置（DKC）に送出する（ステップ1
2）。これにより、最初のCCWの実行を開始する（ステッ
プ13）。また、VMidを受け取ったディスク制御装置（DK
C）は、装置（DKU）に対するVMidを記憶する（ステップ
14）。
クションが起動されると（ステップ11）、主記憶装置12
0内のサブチャネル（UCW）よりVMidを読み出して、これ
をディスク制御装置（DKC）に送出する（ステップ1
2）。これにより、最初のCCWの実行を開始する（ステッ
プ13）。また、VMidを受け取ったディスク制御装置（DK
C）は、装置（DKU）に対するVMidを記憶する（ステップ
14）。
第12図は、本発明の第２の実施例を示すパスグループ
管理動作のフローチャートである。このパスグループ管
理動作は、第２実施例においては、第３図における拡張
チャネルシステム（ECS），ディスク制御装置（DKC0,DK
C1），各ディスク装置（DKU）で実行される。この動作
論理フローは、第１図の第１の実施例のフローとほぼ同
じであって、第１図の当該装置の代りに当該VMidを置き
替えただけである。
管理動作のフローチャートである。このパスグループ管
理動作は、第２実施例においては、第３図における拡張
チャネルシステム（ECS），ディスク制御装置（DKC0,DK
C1），各ディスク装置（DKU）で実行される。この動作
論理フローは、第１図の第１の実施例のフローとほぼ同
じであって、第１図の当該装置の代りに当該VMidを置き
替えただけである。
すなわち、命令プロセッサ100または102が、Set Pat
h Group id CCWを指定してI/O起動命令を発行して、
これを拡張チャネルシステム130に送出する。次に、拡
張チャネルシステム130は、Set Path Group id CCW
が指定したチャネルパスを通して、ディスク制御装置14
0または150に送出する（ステップ21）。ディスク制御装
置（DKC）140または150は、当該パスおよび当該VMidに
対して、既にSet Path Group id CCWが発行されて
いるか否かを判定する（ステップ22）。もし、発行され
ていれば、第９図のテーブルに登録されているはずであ
るから、その登録されているグループidと、CCWの指定
したグループidとが等しいか否かを判断し（ステップ2
3）、等しくないときはユニットチェックとして割込み
をかけ、エラーとする（ステップ25）。もし、Set Pat
h Group id CCWが発行されていないときには、第９
図に示すテーブルに、当該パス、および当該VMidに対す
るグループidとして、CCWの指定したグループidを登録
するとともに、第10図に示すテーブルにも、装置内の当
該パスにCCWの指定パスグループidを登録する（ステッ
プ24）。次に、装置に対するパスグループとしては、第
10図の当該装置内のチャネルパスグループ管理テーブル
を見て、同一グループidを有するパスを、当該装置に対
するパスグループとする（ステップ26）。そして、この
パスグループの範囲内で、該当装置のI/Oの動的再結合
を行う。
h Group id CCWを指定してI/O起動命令を発行して、
これを拡張チャネルシステム130に送出する。次に、拡
張チャネルシステム130は、Set Path Group id CCW
が指定したチャネルパスを通して、ディスク制御装置14
0または150に送出する（ステップ21）。ディスク制御装
置（DKC）140または150は、当該パスおよび当該VMidに
対して、既にSet Path Group id CCWが発行されて
いるか否かを判定する（ステップ22）。もし、発行され
ていれば、第９図のテーブルに登録されているはずであ
るから、その登録されているグループidと、CCWの指定
したグループidとが等しいか否かを判断し（ステップ2
3）、等しくないときはユニットチェックとして割込み
をかけ、エラーとする（ステップ25）。もし、Set Pat
h Group id CCWが発行されていないときには、第９
図に示すテーブルに、当該パス、および当該VMidに対す
るグループidとして、CCWの指定したグループidを登録
するとともに、第10図に示すテーブルにも、装置内の当
該パスにCCWの指定パスグループidを登録する（ステッ
プ24）。次に、装置に対するパスグループとしては、第
10図の当該装置内のチャネルパスグループ管理テーブル
を見て、同一グループidを有するパスを、当該装置に対
するパスグループとする（ステップ26）。そして、この
パスグループの範囲内で、該当装置のI/Oの動的再結合
を行う。
第13図は、第２実施例におけるディスク制御装置内の
パス管理テーブルの一例を示す図である。
パス管理テーブルの一例を示す図である。
チャネルパス２が、VMid1のパスグループＡに登録さ
れていることを示す。第２の実施例では、VMidごとにパ
スグループを考えることができる点に特徴がある。これ
によって、各VM上の各OSは、装置（DKU）に対して自由
にパスグループを設定することができるため、VMのI/O
直接実行方式への実現が可能となる。
れていることを示す。第２の実施例では、VMidごとにパ
スグループを考えることができる点に特徴がある。これ
によって、各VM上の各OSは、装置（DKU）に対して自由
にパスグループを設定することができるため、VMのI/O
直接実行方式への実現が可能となる。
このように、本発明においては、（ａ）装置ごとのパ
スグループ管理が可能となり、装置さえ異なれば、１つ
のチャネルパスが異なる２つ以上のパスグループに属す
ることが可能となる。また、（ｂ）VM識別子（VMid）ご
とのパスグループ管理が可能となり、VMidさえ異なれ
ば、１つのチャネルパスが異なる２つ以上のパスグルー
プに属することが可能となる。
スグループ管理が可能となり、装置さえ異なれば、１つ
のチャネルパスが異なる２つ以上のパスグループに属す
ることが可能となる。また、（ｂ）VM識別子（VMid）ご
とのパスグループ管理が可能となり、VMidさえ異なれ
ば、１つのチャネルパスが異なる２つ以上のパスグルー
プに属することが可能となる。
以上説明したように、本発明によれば、装置ごとのパ
スグループ管理、またはVM識別子ごとのパスグループ管
理が可能になるため、１つのチャネルパスを異なるパス
グループに属させることができるようになる。従って、
VMにおけるI/O命令の実行に際して、各VM上のOSが専有
装置に対して任意にパスグループを設定できるので、VM
のI/O命令の直接実行が可能となる。その結果、VMSのCP
U性能を実計算機と同等の性能にすることができる。
スグループ管理、またはVM識別子ごとのパスグループ管
理が可能になるため、１つのチャネルパスを異なるパス
グループに属させることができるようになる。従って、
VMにおけるI/O命令の実行に際して、各VM上のOSが専有
装置に対して任意にパスグループを設定できるので、VM
のI/O命令の直接実行が可能となる。その結果、VMSのCP
U性能を実計算機と同等の性能にすることができる。
第１図は本発明の第１の実施例を示すパスグループ管理
方式の動作フローチャート、第２図は第１実施例におけ
るディスク制御装置内のパス管理テーブルの図、第３図
は本発明が適用されるシステムの構成図、第４図は第１
実施例におけるディスク装置内のチャネルパスグループ
管理テーブルの図、第５図は第１の実施例におけるディ
スク制御装置内チャネルパスグループ管理テーブルの
図、第６図は命令プロセッサが発行するパスグループ定
義のためのコマンドワードの図、第７図は第６図のコマ
ンドワードのコードの意味を示す図、第８図は本発明の
第２の実施例を示すパスグループ管理方式の動作説明
図、第９図は第２の実施例におけるディスク制御装置内
チャネルパスグループ管理テーブルの図、第10図は第２
実施例におけるディスク装置内チャネルパスグループ管
理テーブルの図、第11図は第８図に示すVMidの転送方法
を示す動作フローチャート、第12図は本発明の第２の実
施例を示すパスグループ管理方式の動作フローチャー
ト、第13図は第２実施例におけるディスク制御装置内の
パス管理テーブルの図である。 100,102:命令プロセッサ、110:主記憶制御装置、120:主
記憶装置、130:拡張チャネルシステム、140,150:ディス
ク制御装置、160,170,180:ディスク装置、600:CCW本
体、610:オペランド、800:装置制御ブロック（UCW）、8
10:CCW、820,830:転送線。
方式の動作フローチャート、第２図は第１実施例におけ
るディスク制御装置内のパス管理テーブルの図、第３図
は本発明が適用されるシステムの構成図、第４図は第１
実施例におけるディスク装置内のチャネルパスグループ
管理テーブルの図、第５図は第１の実施例におけるディ
スク制御装置内チャネルパスグループ管理テーブルの
図、第６図は命令プロセッサが発行するパスグループ定
義のためのコマンドワードの図、第７図は第６図のコマ
ンドワードのコードの意味を示す図、第８図は本発明の
第２の実施例を示すパスグループ管理方式の動作説明
図、第９図は第２の実施例におけるディスク制御装置内
チャネルパスグループ管理テーブルの図、第10図は第２
実施例におけるディスク装置内チャネルパスグループ管
理テーブルの図、第11図は第８図に示すVMidの転送方法
を示す動作フローチャート、第12図は本発明の第２の実
施例を示すパスグループ管理方式の動作フローチャー
ト、第13図は第２実施例におけるディスク制御装置内の
パス管理テーブルの図である。 100,102:命令プロセッサ、110:主記憶制御装置、120:主
記憶装置、130:拡張チャネルシステム、140,150:ディス
ク制御装置、160,170,180:ディスク装置、600:CCW本
体、610:オペランド、800:装置制御ブロック（UCW）、8
10:CCW、820,830:転送線。
Claims (3)
- 【請求項１】複数のオペレーティングシステムが並列的
に動作可能な処理装置と、複数の入出力装置と、前記処
理装置と入出力装置の間に接続された入出力制御装置と
を備え、前記処理装置と前記入出力装置との間の複数の
チャンネルパスのうち、オペレーティングシステムによ
り定義されたチャネルパスグループに属するチャネルパ
スを選択的に使用して入出力動作時の再結合を行なう計
算機システムのチャネルパス管理方式において、前記入
出力制御装置は、一つのチャネルパスが異なる入出力装
置の複数のチャネルパスグループに重複可能なように、
入出力装置ごとにチャネルパスと当該チャネルパスが属
するチャネルパスグループを識別する識別子との対応関
係を登録する管理テーブルを有し、前記管理テーブルに
従って前記チャネルパスグループの管理を行うことを特
徴とするチャネルパスグループ管理方式。 - 【請求項２】複数のオペレーティングシステムが並列的
に動作可能な処理装置と、複数の入出力装置と、前記処
理装置と入出力装置の間に接続された入出力制御装置と
を備え、前記処理装置と前記入出力装置との間の複数の
チャンネルパスのうち、オペレーティングシステムによ
り定義されたチャネルパスグループに属するチャネルパ
スを選択的に使用して入出力動作時の再結合を行なう計
算機システムのチャネルパス管理方式において、前記入
出力制御装置は、一つのチャネルパスが異なるオペレー
ティングシステムの複数のチャネルパスグループに重複
可能なように、オペレーティングシステムごとにチャネ
ルパスと当該チャネルパスが属するチャネルパスグルー
プを識別する識別子を登録する管理テーブルを有し、前
記管理テーブルに従って前記チャネルパスグループの管
理を行なうことを特徴とするチャネルパスグループ管理
方式。 - 【請求項３】前記入出力制御装置は、前記処理装置上の
オペレーティングシステムよりチャネルパスグループを
定義する制御情報を受信し、前記制御情報を発行したオ
ペレーティングシステムに関して前記制御情報により指
定されるチャネルパスについて既にいずれかのチャネル
パスグループの識別子が登録されているか判断し、前記
指定されたチャネルパスについていずれのチャネルパス
グループの識別子も登録されていない場合に、前記指定
されたチャネルパスについて前記制御情報により指定さ
れたチャネルパスグループの識別子を前記管理テーブル
に登録することを特徴とする特許請求の範囲第２項記載
のチャネルパスグループ管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62010191A JP2556018B2 (ja) | 1987-01-20 | 1987-01-20 | チヤネルパスグル−プ管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62010191A JP2556018B2 (ja) | 1987-01-20 | 1987-01-20 | チヤネルパスグル−プ管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63178359A JPS63178359A (ja) | 1988-07-22 |
| JP2556018B2 true JP2556018B2 (ja) | 1996-11-20 |
Family
ID=11743398
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62010191A Expired - Fee Related JP2556018B2 (ja) | 1987-01-20 | 1987-01-20 | チヤネルパスグル−プ管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2556018B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5572694A (en) * | 1992-11-25 | 1996-11-05 | Fujitsu Limited | Virtual system for detecting access paths belonging to same group from plurality of access paths to reach device designated by command with reference to table |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4396984A (en) * | 1981-03-06 | 1983-08-02 | International Business Machines Corporation | Peripheral systems employing multipathing, path and access grouping |
| JPS60142429A (ja) * | 1983-12-28 | 1985-07-27 | Hitachi Ltd | 仮想計算機システムのｉ／ｏ実行方法および装置 |
-
1987
- 1987-01-20 JP JP62010191A patent/JP2556018B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63178359A (ja) | 1988-07-22 |
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