JP3156083B2 - フォルトトレラント・コンピュータ装置 - Google Patents
フォルトトレラント・コンピュータ装置Info
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- G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
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- G06F11/2071—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where persistent mass storage functionality or persistent mass storage control functionality is redundant by mirroring using a plurality of controllers
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- G06F11/202—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where processing functionality is redundant
- G06F11/2038—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where processing functionality is redundant with a single idle spare processing component
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- Manufacture Of Alloys Or Alloy Compounds (AREA)
- Compositions Of Oxide Ceramics (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 発明の背景 1.発明の分野 本発明は、多数のプロセッサを利用するオペレーティ
ングシステム・ソフトウェアをベースとするフォルトト
レラント・コンピュータ装置に関するものである。
ングシステム・ソフトウェアをベースとするフォルトト
レラント・コンピュータ装置に関するものである。
2.背景技術 コンピュータ装置の応用においては、部品が故障した
場合にも、コンピュータ装置の連続運転を行うことが望
ましいことがしばしばある。たとえば、パーソナル・コ
ンピュータ（PC's）またはワークステーションはデー
タ、アプリケーション、ファイル、処理パワー、通信、
およびプリンタ、モデム、大容量記憶装置等のようなそ
の他の資源を共用できるようにするためにコンピュータ
・ネットワークをしばしば用いる。一般に、資源の共用
はネットワーク・サーバの使用により行われる。サーバ
というのは、集中化されている資源を管理し、データを
管理し、それらの資源を顧客のPC'sまたはワークステー
ションで共用することに専用される処理装置のことであ
る。サーバ、ネットワークおよびPC'sまたはワークステ
ーションは一緒に組合わされてコンピュータ装置を構成
する。ネットワーク・サーバに障害が存在するならば、
ネットワーク上のPC'sおよびワークステーションは希望
の集中化されている資源の障害とシステム障害をもはや
アクセスできない。
場合にも、コンピュータ装置の連続運転を行うことが望
ましいことがしばしばある。たとえば、パーソナル・コ
ンピュータ（PC's）またはワークステーションはデー
タ、アプリケーション、ファイル、処理パワー、通信、
およびプリンタ、モデム、大容量記憶装置等のようなそ
の他の資源を共用できるようにするためにコンピュータ
・ネットワークをしばしば用いる。一般に、資源の共用
はネットワーク・サーバの使用により行われる。サーバ
というのは、集中化されている資源を管理し、データを
管理し、それらの資源を顧客のPC'sまたはワークステー
ションで共用することに専用される処理装置のことであ
る。サーバ、ネットワークおよびPC'sまたはワークステ
ーションは一緒に組合わされてコンピュータ装置を構成
する。ネットワーク・サーバに障害が存在するならば、
ネットワーク上のPC'sおよびワークステーションは希望
の集中化されている資源の障害とシステム障害をもはや
アクセスできない。
構成装置が障害を引き起こしている間もコンピュータ
装置の運転を維持するために、冗長システムまたはバッ
クアップ・システムを必要とする。従来技術の１つのバ
ックアップ・システムは完全なハードウェア冗長性を含
む。コンピュータ装置の運転中に２つの同一のプロセッ
サへ同じハードウェア信号レベルの同じ入力が同時に供
給される。典型的には、１つのプロセッサが主プロセッ
サとみなされ、別のプロセッサが第２のプロセッサとみ
なされる。主プロセッサが障害を起こすと、システムは
第２のプロセッサへ切り換える。そのようなハードウェ
ア冗長システムがラベェル（Lovell）、米国特許第3,44
4,528号に記載されている。ラベェル（Lovell）におい
ては、２つの同一のコンピュータ装置が同じ入力を受
け、同じ動作を行う。しかし、障害がなければただ１つ
のコンピュータが出力を供給する。その場合には第２の
コンピュータは出力を制御する。動作時には、主コンピ
ュータに誤動作が起きるまではバックアップコンピュー
タの出力回路は動作不能にさせられる。その時に、バッ
クアップコンピュータは動作可能にさせられる。
装置の運転を維持するために、冗長システムまたはバッ
クアップ・システムを必要とする。従来技術の１つのバ
ックアップ・システムは完全なハードウェア冗長性を含
む。コンピュータ装置の運転中に２つの同一のプロセッ
サへ同じハードウェア信号レベルの同じ入力が同時に供
給される。典型的には、１つのプロセッサが主プロセッ
サとみなされ、別のプロセッサが第２のプロセッサとみ
なされる。主プロセッサが障害を起こすと、システムは
第２のプロセッサへ切り換える。そのようなハードウェ
ア冗長システムがラベェル（Lovell）、米国特許第3,44
4,528号に記載されている。ラベェル（Lovell）におい
ては、２つの同一のコンピュータ装置が同じ入力を受
け、同じ動作を行う。しかし、障害がなければただ１つ
のコンピュータが出力を供給する。その場合には第２の
コンピュータは出力を制御する。動作時には、主コンピ
ュータに誤動作が起きるまではバックアップコンピュー
タの出力回路は動作不能にさせられる。その時に、バッ
クアップコンピュータは動作可能にさせられる。
同一のプロセッサまたは同一のハードウェアの使用に
はいくつかの潜在的な欠点がある。１つの欠点はプロセ
ッサをある信号レベルに同期させる事が複雑で、コスト
がかかることである。
はいくつかの潜在的な欠点がある。１つの欠点はプロセ
ッサをある信号レベルに同期させる事が複雑で、コスト
がかかることである。
バックアップ・システムを用意する別の従来の方法は
「チェックポイント」システムと呼ばれているものであ
る。チェックポイント・システムは「有限状態オートマ
トン」として知られている原理を利用する。この原理
は、２つの装置が同じ状態にあるとすると、それらの装
置への同一の入力により各装置が同一の出力を生じ、か
つ各装置が同じ同一の状態へ進む結果となる事を主張し
ている。
「チェックポイント」システムと呼ばれているものであ
る。チェックポイント・システムは「有限状態オートマ
トン」として知られている原理を利用する。この原理
は、２つの装置が同じ状態にあるとすると、それらの装
置への同一の入力により各装置が同一の出力を生じ、か
つ各装置が同じ同一の状態へ進む結果となる事を主張し
ている。
チェックポイント・システムにおいては、プロセッサ
の状態および関連するメモリのような装置の全体の状態
は、主プロセッサの各動作の後で別のバックアップ・プ
ロセッサへ転送される。障害発生時には、バックアップ
・プロセッサは主プロセッサの最後の有効な状態にある
ことが理想的である。最後の動作はバックアップ・プロ
セッサへ供給され、バックアップ・プロセッサを用いて
その点から動作は続行される。あるいは、主プロセッサ
の各動作の後で状態情報が大容量記憶装置へ供給され
る。障害発生時には、障害発生時以前には別の動作のた
めに使用でき、または使用できなかったバックアップ・
プロセッサへ、記憶されている情報が供給される。
の状態および関連するメモリのような装置の全体の状態
は、主プロセッサの各動作の後で別のバックアップ・プ
ロセッサへ転送される。障害発生時には、バックアップ
・プロセッサは主プロセッサの最後の有効な状態にある
ことが理想的である。最後の動作はバックアップ・プロ
セッサへ供給され、バックアップ・プロセッサを用いて
その点から動作は続行される。あるいは、主プロセッサ
の各動作の後で状態情報が大容量記憶装置へ供給され
る。障害発生時には、障害発生時以前には別の動作のた
めに使用でき、または使用できなかったバックアップ・
プロセッサへ、記憶されている情報が供給される。
従来技術の１つのチェックポイント・システムが、グ
レイザー（Graser）、米国特許第4,590,554号に記載さ
れている。グレイザー（Graser）においては、あるタス
クを実行するために主プロセッサが設けられる。別のタ
スクを実行するために第２のプロセッサが設けられる。
主プロセッサの状態が第２のプロセッサへ周期的に転送
される。主プロセッサに障害が起きると、主プロセッサ
およびバックアップ・プロセッサの最後の同期以後に主
プロセッサにより実行された任意のオペレーションがバ
ックアップ・プロセッサにより実行されて、それを主プ
ロセッサと同じ状態にする。グレイザー（Graser）の装
置、およびその他のチェックポイント・システムにはい
くつかの欠点がある。１つの欠点は主装置の状態を第２
の装置へ転送するために要する時間の長さとメモリの量
である。チェックポイント・システムの別の欠点は、主
装置に障害が生じた時のサービスの割込みである。第２
の装置は、メッセージ列中のメッセージの実行により
「速度を向上」させねばならない。
レイザー（Graser）、米国特許第4,590,554号に記載さ
れている。グレイザー（Graser）においては、あるタス
クを実行するために主プロセッサが設けられる。別のタ
スクを実行するために第２のプロセッサが設けられる。
主プロセッサの状態が第２のプロセッサへ周期的に転送
される。主プロセッサに障害が起きると、主プロセッサ
およびバックアップ・プロセッサの最後の同期以後に主
プロセッサにより実行された任意のオペレーションがバ
ックアップ・プロセッサにより実行されて、それを主プ
ロセッサと同じ状態にする。グレイザー（Graser）の装
置、およびその他のチェックポイント・システムにはい
くつかの欠点がある。１つの欠点は主装置の状態を第２
の装置へ転送するために要する時間の長さとメモリの量
である。チェックポイント・システムの別の欠点は、主
装置に障害が生じた時のサービスの割込みである。第２
の装置は、メッセージ列中のメッセージの実行により
「速度を向上」させねばならない。
この問題を解決するための従来技術の１つの試みは、
主装置の状態のうち、以前の状態から変更されている部
分だけを更新することである。しかし、これには複雑な
メモリ技術および複雑なデータ管理技術を必要とする。
主装置の状態のうち、以前の状態から変更されている部
分だけを更新することである。しかし、これには複雑な
メモリ技術および複雑なデータ管理技術を必要とする。
本発明の目的は、バックアップ装置の同期のために特
殊なハードウェアを必要としないバックアップ装置を得
ることでである。
殊なハードウェアを必要としないバックアップ装置を得
ることでである。
本発明の別の目的は、非同期事象にとって明らかであ
るバックアップ装置を得ることである。
るバックアップ装置を得ることである。
本発明の別の目的は、ネットワーク・サーバ・オペレ
ーションのための改良したバックアップ装置を得ること
である。
ーションのための改良したバックアップ装置を得ること
である。
本発明の更に別の目的は、単一のハードウェア構成装
置障害でもサービスを継続することである。
置障害でもサービスを継続することである。
発明の概要 本発明は、主処理装置に障害が存在するものとする
と、全く同一の装置が中断なしに動作を引き継ぐ事がで
きるように、フォルトトレラント・バックアップ装置を
提供する方法および装置である。主処理装置およびバッ
クアップ処理装置は、高速通信チャネルにより接続され
る別々のコンピュータである。本発明はバックアップ装
置を同期させるためのソフトウェア解決を提供するもの
である。本発明はネットワーク・サーバとして実現され
るが、本発明の背景の原理を、別の処理環境においても
同様に使用できる。サーバは特別に構成されたオペレー
ティングシステムを用いる。本発明はこのオペレーティ
ングシステムを２つの「エンジン」に分割する。入力／
出力（I/O）エンジンはシステムにおける全てのデータ
および非同期事象の取扱いと受け取りを行う。I/Oエン
ジンは物理的装置および装置ドライバを制御し、かつ物
理的装置および装置ドライバをインターフェイスする。
オペレーティングシステム（OS）エンジンがI/Oエンジ
ンから受けたデータを処理するために用いられる。主サ
ーバにおいては、それらのエンジンは主I/Oエンジンお
よび主OSエンジンと呼ばれる。
と、全く同一の装置が中断なしに動作を引き継ぐ事がで
きるように、フォルトトレラント・バックアップ装置を
提供する方法および装置である。主処理装置およびバッ
クアップ処理装置は、高速通信チャネルにより接続され
る別々のコンピュータである。本発明はバックアップ装
置を同期させるためのソフトウェア解決を提供するもの
である。本発明はネットワーク・サーバとして実現され
るが、本発明の背景の原理を、別の処理環境においても
同様に使用できる。サーバは特別に構成されたオペレー
ティングシステムを用いる。本発明はこのオペレーティ
ングシステムを２つの「エンジン」に分割する。入力／
出力（I/O）エンジンはシステムにおける全てのデータ
および非同期事象の取扱いと受け取りを行う。I/Oエン
ジンは物理的装置および装置ドライバを制御し、かつ物
理的装置および装置ドライバをインターフェイスする。
オペレーティングシステム（OS）エンジンがI/Oエンジ
ンから受けたデータを処理するために用いられる。主サ
ーバにおいては、それらのエンジンは主I/Oエンジンお
よび主OSエンジンと呼ばれる。
オペレーティングシステムの状態を変更する事ができ
る全ての事象または全てのデータは、I/Oエンジンを介
して送られ、メッセージ・フォーマットへ変換される。
メッセージは、OSエンジンによりアクセスされるメッセ
ージ待ち行列へ供給される。したがって、事象のタイミ
ングとは無関係に、（すなわち、非同期事象）、OSエン
ジンは全ての事象を入力データの連続する順次流れを介
して順次受ける。その結果、OSエンジンは装置の残りの
一次元入力「ビュー」を介する有限状態オートマトンで
ある。このように、OSエンジンが非同期事象を処理させ
られるとしても、事象の処理は単一の順序をつけられた
入力順序で制御される。
る全ての事象または全てのデータは、I/Oエンジンを介
して送られ、メッセージ・フォーマットへ変換される。
メッセージは、OSエンジンによりアクセスされるメッセ
ージ待ち行列へ供給される。したがって、事象のタイミ
ングとは無関係に、（すなわち、非同期事象）、OSエン
ジンは全ての事象を入力データの連続する順次流れを介
して順次受ける。その結果、OSエンジンは装置の残りの
一次元入力「ビュー」を介する有限状態オートマトンで
ある。このように、OSエンジンが非同期事象を処理させ
られるとしても、事象の処理は単一の順序をつけられた
入力順序で制御される。
起動させられると、または第２のプロセッサが最初に
提供されると、主プロセッサは「飢えさせられる」、す
なわち、OSエンジンが安定な状態に達するまで、全ての
命令またはその他の状態変更事象が停止させられる。そ
の点において、状態はバックアップ装置のOSエンジンへ
転送される。その点から、同一のメッセージ（事象）が
各OSエンジンへ供給される。両方の装置は同一の状態か
ら始まり、同じ入力を受けるから、装置のOSエンジン部
分が同一の出力を発生し、同一の状態へ進む。
提供されると、主プロセッサは「飢えさせられる」、す
なわち、OSエンジンが安定な状態に達するまで、全ての
命令またはその他の状態変更事象が停止させられる。そ
の点において、状態はバックアップ装置のOSエンジンへ
転送される。その点から、同一のメッセージ（事象）が
各OSエンジンへ供給される。両方の装置は同一の状態か
ら始まり、同じ入力を受けるから、装置のOSエンジン部
分が同一の出力を発生し、同一の状態へ進む。
バックアップ装置はオペレーティングシステムを第２
のOSエンジンと第２のI/Oエンジンへ分割もする。第２
のOSエンジンは第１のOSエンジンと通信する。主装置が
諸具合を起こすと、コンピュータ装置の残りの部分がほ
とんど中断なしに第２の装置へ切り換えられる。これが
可能である理由は、各事象がバックアップ装置と主装置
によりほぼ瞬時に実行されるからである。このように、
構成装置に障害が起きている間もシステム動作が中断さ
れる事はない。更に、最初の同期が取られた時は状態の
転送は求められない。これにより装置の構成が簡単にな
り、メモリの管理に対する要求が減少し、中断のないサ
ービスを行う。
のOSエンジンと第２のI/Oエンジンへ分割もする。第２
のOSエンジンは第１のOSエンジンと通信する。主装置が
諸具合を起こすと、コンピュータ装置の残りの部分がほ
とんど中断なしに第２の装置へ切り換えられる。これが
可能である理由は、各事象がバックアップ装置と主装置
によりほぼ瞬時に実行されるからである。このように、
構成装置に障害が起きている間もシステム動作が中断さ
れる事はない。更に、最初の同期が取られた時は状態の
転送は求められない。これにより装置の構成が簡単にな
り、メモリの管理に対する要求が減少し、中断のないサ
ービスを行う。
図面の簡単な説明 図１は本発明の好適な実施例のブロック図である。
図２は図１のI/Oエンジンの詳細図である。
図３は図１のOSエンジンの詳細図である。
図4Aは要求および事象の実行中のOSエンジン動作を示
す流れ図である。
す流れ図である。
図4Bは事象の実行中の第２のI/Oエンジン動作を示す
流れ図である。
流れ図である。
図4Cは要求の実行中の主I/Oエンジンおよび第２のI/O
エンジンの動作を示す流れ図である。
エンジンの動作を示す流れ図である。
図５は本発明の状態遷移を示す図である。
図６は主装置および第２の装置の同期を示す流れ図で
ある。
ある。
図７は本発明の別の実施例のブロック図である。
発明の詳細な説明 ネットワーク・サーバとして用いられるフォルトトレ
ラント・システムを説明する。以下の説明においては、
本発明を完全に理解できるようにするために、数多くの
特定の詳細について述べる。しかし、それらの特定の詳
細なしに本発明を実施できることが当業者には明らかで
あろう。他の場合には、本発明を不必要にあいまいにし
ないようにするために、周知の構成は説明しなかった。
ラント・システムを説明する。以下の説明においては、
本発明を完全に理解できるようにするために、数多くの
特定の詳細について述べる。しかし、それらの特定の詳
細なしに本発明を実施できることが当業者には明らかで
あろう。他の場合には、本発明を不必要にあいまいにし
ないようにするために、周知の構成は説明しなかった。
本発明のブロック図 本発明の好適な実施例のブロック図が図１に示されて
いる。本発明は、破線21の内部の要素により全体的に示
されている主プロセッサおよびオペレーティングシステ
ムと、破線22の内部に入っている要素により全体的に示
されている第２のプロセッサおよびオペレーティングシ
ステムを提供するものである。主オペレーティングシス
テム21は、入力／出力（I/O）エンジン12へ結合されて
いるオペレーティングシステム（OS）エンジン10を有す
る。I/OエンジンおよびOSエンジンは「事象」待ち行列
および「要求」待ち行列を介して通信する。I/Oエンジ
ンは事象を事象待ち行列へ書込み、OSエンジンはその事
象を読出す。OSエンジンは要求を要求待ち行列へ書込
み、I/Oエンジンはその要求を読出す。
いる。本発明は、破線21の内部の要素により全体的に示
されている主プロセッサおよびオペレーティングシステ
ムと、破線22の内部に入っている要素により全体的に示
されている第２のプロセッサおよびオペレーティングシ
ステムを提供するものである。主オペレーティングシス
テム21は、入力／出力（I/O）エンジン12へ結合されて
いるオペレーティングシステム（OS）エンジン10を有す
る。I/OエンジンおよびOSエンジンは「事象」待ち行列
および「要求」待ち行列を介して通信する。I/Oエンジ
ンは事象を事象待ち行列へ書込み、OSエンジンはその事
象を読出す。OSエンジンは要求を要求待ち行列へ書込
み、I/Oエンジンはその要求を読出す。
バックアップ22はそれ自身のOSエンジン16を含む。こ
のOSエンジンは事象待ち行列17および要求待ち行列42を
介してI/Oエンジン18と通信する。I/Oエンジン12は高速
通信バス15Aおよび15Bを介してI/Oエンジン18と通信す
る。15Aおよび15Bは２種類のメッセージ、ＡとＢ、を通
信するために用いられる１つのハードウェア・チャネル
である。高速通信バスは主サーバから第２のサーバへ事
象を転送するために用いられる（15A）。それはI/Oエン
ジンの間の別の通信のためにも用いられる（15B）。I/O
エンジン12は線13を介して大容量記憶装置14をアクセス
する事もできる。I/Oエンジン12は、バス64を介してI/O
エンジン12へ結合されているブロック44Aとして記号的
に示されている、タイマ、キーボード、表示装置等のよ
うな別の装置へも結合される。I/Oエンジン18は線19を
介して大容量記憶装置20へ結合される。I/Oエンジン12
とI/Oエンジン18はネットワーク23へおのおの接続され
る。I/Oエンジン18はバス65を介してブロック44B（タイ
マ、キーボード表示装置等）へ結合される。
のOSエンジンは事象待ち行列17および要求待ち行列42を
介してI/Oエンジン18と通信する。I/Oエンジン12は高速
通信バス15Aおよび15Bを介してI/Oエンジン18と通信す
る。15Aおよび15Bは２種類のメッセージ、ＡとＢ、を通
信するために用いられる１つのハードウェア・チャネル
である。高速通信バスは主サーバから第２のサーバへ事
象を転送するために用いられる（15A）。それはI/Oエン
ジンの間の別の通信のためにも用いられる（15B）。I/O
エンジン12は線13を介して大容量記憶装置14をアクセス
する事もできる。I/Oエンジン12は、バス64を介してI/O
エンジン12へ結合されているブロック44Aとして記号的
に示されている、タイマ、キーボード、表示装置等のよ
うな別の装置へも結合される。I/Oエンジン18は線19を
介して大容量記憶装置20へ結合される。I/Oエンジン12
とI/Oエンジン18はネットワーク23へおのおの接続され
る。I/Oエンジン18はバス65を介してブロック44B（タイ
マ、キーボード表示装置等）へ結合される。
I/Oエンジン12は、それが一部を構成しているコンピ
ュータ装置からデータと非同期事象を受ける。たとえ
ば、本発明がネットワーク・サーバとして用いられるも
のとすると、ネットワークへ結合されている別の装置か
らI/Oエンジン12はLANパケットを受ける。I/Oエンジン
は、大容量記憶装置14、キーボードまたはタイマのよう
な、物理的装置および装置ドライバを制御し、かつそれ
らとインターフェイスする。
ュータ装置からデータと非同期事象を受ける。たとえ
ば、本発明がネットワーク・サーバとして用いられるも
のとすると、ネットワークへ結合されている別の装置か
らI/Oエンジン12はLANパケットを受ける。I/Oエンジン
は、大容量記憶装置14、キーボードまたはタイマのよう
な、物理的装置および装置ドライバを制御し、かつそれ
らとインターフェイスする。
OSエンジンはI/Oエンジンから事象待ち行列11、17を
介して受けたデータを演算する。希望の動作が実行され
た後で、別のシステム装置へ出力するために、データは
要求待ち行列41、42を介してI/Oエンジンへ戻される。
介して受けたデータを演算する。希望の動作が実行され
た後で、別のシステム装置へ出力するために、データは
要求待ち行列41、42を介してI/Oエンジンへ戻される。
主サーバ21はネットワーク23から入力線24を介してデ
ータまたは事象を受ける。I/Oエンジン12はそれらの事
象またはデータを「メッセージ」フォーマットへ変換す
る。各メッセージは、オペレーティングシステムの状態
を変化できるデータまたは事象を表す。I/Oエンジン12
はそれらのメッセージをまずバス15Aへ供給し、I/Oエン
ジン18がそのメッセージを受けたことをI/Oエンジン18
が信号すると、そのメッセージはI/Oエンジン12、18に
より事象メッセージ待ち行列11、17を介して両方のOSエ
ンジンへ与えられる。それらのメッセージはOSエンジン
10、16により順次実行される。メッセージを待ち行列化
することにより、全ての非同期事象が事象メッセージの
同期列へ変換されるように、時間依存性がシステムから
除去される。OSエンジンをI/Oエンジンから分離するこ
とにより、OSエンジンがシステムの一次元図（すなわ
ち、事象メッセージ待ち行列）を有する有限状態オート
マトンであるかのように、OSエンジンは動作させられ
る。
ータまたは事象を受ける。I/Oエンジン12はそれらの事
象またはデータを「メッセージ」フォーマットへ変換す
る。各メッセージは、オペレーティングシステムの状態
を変化できるデータまたは事象を表す。I/Oエンジン12
はそれらのメッセージをまずバス15Aへ供給し、I/Oエン
ジン18がそのメッセージを受けたことをI/Oエンジン18
が信号すると、そのメッセージはI/Oエンジン12、18に
より事象メッセージ待ち行列11、17を介して両方のOSエ
ンジンへ与えられる。それらのメッセージはOSエンジン
10、16により順次実行される。メッセージを待ち行列化
することにより、全ての非同期事象が事象メッセージの
同期列へ変換されるように、時間依存性がシステムから
除去される。OSエンジンをI/Oエンジンから分離するこ
とにより、OSエンジンがシステムの一次元図（すなわ
ち、事象メッセージ待ち行列）を有する有限状態オート
マトンであるかのように、OSエンジンは動作させられ
る。
主I/Oエンジン12を第２のOSエンジン18へ結合するバ
ス15A、15Bは双方向通信チャネルを利用する。物理的に
は、バス15Aと15Bは高速通信を行わせ、待ち時間が短
く、CPUオーバーヘッドが低い。バス拡張器およびロー
カルエリアネットワーク（LAN）カードを含めた、適当
な任意の通信チャネルを本発明で使用できる。
ス15A、15Bは双方向通信チャネルを利用する。物理的に
は、バス15Aと15Bは高速通信を行わせ、待ち時間が短
く、CPUオーバーヘッドが低い。バス拡張器およびロー
カルエリアネットワーク（LAN）カードを含めた、適当
な任意の通信チャネルを本発明で使用できる。
希望によっては、I/OエンジンとOSエンジンを単一の
プロセッサで実現できる。あるいは、OSエンジンに１つ
と、I/Oエンジンに１つの別々のプロセッサを利用でき
る。付加プロセッサを用いて付加OSエンジンを本発明で
利用する事もできる。そうすると全てのOSエンジンの状
態は反映させられる。
プロセッサで実現できる。あるいは、OSエンジンに１つ
と、I/Oエンジンに１つの別々のプロセッサを利用でき
る。付加プロセッサを用いて付加OSエンジンを本発明で
利用する事もできる。そうすると全てのOSエンジンの状
態は反映させられる。
OSエンジンとI/Oエンジンのために１つのプロセッサ
または２つのプロセッサが利用されるかとは無関係に、
システムRAMメモリが２つのエンジンの間に分割され
る。I/OエンジンはOSエンジン・メモリをアクセスでき
るが、OSエンジンはI/Oエンジン・メモリをアクセスで
きない。その理由はメモリ・バッファ・アドレスが主I/
Oエンジンと第２のI/Oエンジンに対して異なることがあ
り、主OSエンジンと第２のOSエンジンがI/Oエンジン・
メモリ内のアドレスをアクセスすることを許されたとす
ると、それらのOSエンジンの状態を異なるようにするか
らである。
または２つのプロセッサが利用されるかとは無関係に、
システムRAMメモリが２つのエンジンの間に分割され
る。I/OエンジンはOSエンジン・メモリをアクセスでき
るが、OSエンジンはI/Oエンジン・メモリをアクセスで
きない。その理由はメモリ・バッファ・アドレスが主I/
Oエンジンと第２のI/Oエンジンに対して異なることがあ
り、主OSエンジンと第２のOSエンジンがI/Oエンジン・
メモリ内のアドレスをアクセスすることを許されたとす
ると、それらのOSエンジンの状態を異なるようにするか
らである。
主サーバとバックアップ・サーバが同一のプロセッサ
を持つ必要はない。プロセッサの性能は類似せねばなら
ず（CPUの型、CPUの速度）、プロセッサは、必ずしもピ
ンおよびバスサイクル・レベルにおいてではなくて、メ
モリへ書込まれた値および命令順序付けレベルにおい
て、同様にして命令を実行せねばならない。たとえば、
アメリカ合衆国カリフォルニア州サンタ・クララ（Sant
a Clara）所在のインテル・コーポレーション（Intel C
orporation）により製造された80386マイクロプロセッ
サを主サーバに使用でき、インテル80486を第２のサー
バに使用できる。第２のエンジンは、主OSエンジンによ
り使用されているRAMの数と少なくとも同数のRAMを有す
ることを求められる。また、主サーバと第２のサーバは
同じ構成のディスク記憶装置を同数持たねばならない。
を持つ必要はない。プロセッサの性能は類似せねばなら
ず（CPUの型、CPUの速度）、プロセッサは、必ずしもピ
ンおよびバスサイクル・レベルにおいてではなくて、メ
モリへ書込まれた値および命令順序付けレベルにおい
て、同様にして命令を実行せねばならない。たとえば、
アメリカ合衆国カリフォルニア州サンタ・クララ（Sant
a Clara）所在のインテル・コーポレーション（Intel C
orporation）により製造された80386マイクロプロセッ
サを主サーバに使用でき、インテル80486を第２のサー
バに使用できる。第２のエンジンは、主OSエンジンによ
り使用されているRAMの数と少なくとも同数のRAMを有す
ることを求められる。また、主サーバと第２のサーバは
同じ構成のディスク記憶装置を同数持たねばならない。
ハードウェアとソフトウェアの少なくとも一方のアッ
プグレードおよび変更を、サービスの喪失なしにシステ
ムに対して行うことができる。たとえば、ユーザーはよ
り多くのRAMを主サーバと第２のサーバへ付加すること
を望むことである。これを行うために、主サーバまたは
第２のサーバをシステムから取り出す。主サーバがライ
ンから外されたとすると、第２のサーバはその発生を障
害として取扱い、主サーバとして動作を開始するから、
システムの動作の崩壊すなわち中断はない。それから、
ラインから外されたサーバをアップグレードでき、オン
ラインへ戻すことができる。それからそれらのサーバを
再び同期させ、別のサーバをラインから外してアップグ
レードする。第２のサーバのアップグレードの後で、そ
のサーバはオンラインへ戻され、サーバは再び同期さ
れ、新たに付加されたRAMを用いて両方共スタートす
る。このようにして、サービスの喪失なしにハードウェ
アおよびソフトウェアのアップグレードを行うことがで
きる。本発明をネットワーク・サーバに関連して説明し
たが、汎用コンピュータ装置へ等しく応用される。
プグレードおよび変更を、サービスの喪失なしにシステ
ムに対して行うことができる。たとえば、ユーザーはよ
り多くのRAMを主サーバと第２のサーバへ付加すること
を望むことである。これを行うために、主サーバまたは
第２のサーバをシステムから取り出す。主サーバがライ
ンから外されたとすると、第２のサーバはその発生を障
害として取扱い、主サーバとして動作を開始するから、
システムの動作の崩壊すなわち中断はない。それから、
ラインから外されたサーバをアップグレードでき、オン
ラインへ戻すことができる。それからそれらのサーバを
再び同期させ、別のサーバをラインから外してアップグ
レードする。第２のサーバのアップグレードの後で、そ
のサーバはオンラインへ戻され、サーバは再び同期さ
れ、新たに付加されたRAMを用いて両方共スタートす
る。このようにして、サービスの喪失なしにハードウェ
アおよびソフトウェアのアップグレードを行うことがで
きる。本発明をネットワーク・サーバに関連して説明し
たが、汎用コンピュータ装置へ等しく応用される。
第２のオペレーティングシステムを初期化するため
に、それが安定状態に達するまで、主OSエンジン10から
の全ての新しい事象が保留される。安定した時点でOSエ
ンジン10の状態（OSエンジン10のメモリ画像で具体化さ
れる）がメッセージバス15Bを介してバックアップ・オ
ペレーティングシステムのOSエンジン16へ転送される。
そうすると、OSエンジン10はOSエンジン16と同一の状態
を有する。この時には、I/Oエンジン12により発生され
てOSエンジン10へ供給された全てのメッセージが、バス
15Aを介してI/Oエンジン18へも供給され、OSエンジン16
へ転送される。OSエンジン10と16は同一の状態で開始
し、同一の入力を受け、各OSエンジンは各事象またはメ
ッセージの後で同一の状態へ進む。
に、それが安定状態に達するまで、主OSエンジン10から
の全ての新しい事象が保留される。安定した時点でOSエ
ンジン10の状態（OSエンジン10のメモリ画像で具体化さ
れる）がメッセージバス15Bを介してバックアップ・オ
ペレーティングシステムのOSエンジン16へ転送される。
そうすると、OSエンジン10はOSエンジン16と同一の状態
を有する。この時には、I/Oエンジン12により発生され
てOSエンジン10へ供給された全てのメッセージが、バス
15Aを介してI/Oエンジン18へも供給され、OSエンジン16
へ転送される。OSエンジン10と16は同一の状態で開始
し、同一の入力を受け、各OSエンジンは各事象またはメ
ッセージの後で同一の状態へ進む。
本発明においては、同一のメッセージが主オペレーテ
ィングシステム・エンジンとバックアップ・オペレーテ
ィングシステム・エンジン内に同一の状態を生ずるか
ら、従来技術のチェックポイント動作は求められない。
時間に依存する配慮すべき事柄は最小にされ、同期事象
と非同期事象がメッセージ待ち行列へ供給されるから、
同時動作のためのそれぞれのOSエンジンの同期は不必要
であり、メッセージ待ち行列は、非同期事象を同期事象
へ変換するための方法として機能する。
ィングシステム・エンジンとバックアップ・オペレーテ
ィングシステム・エンジン内に同一の状態を生ずるか
ら、従来技術のチェックポイント動作は求められない。
時間に依存する配慮すべき事柄は最小にされ、同期事象
と非同期事象がメッセージ待ち行列へ供給されるから、
同時動作のためのそれぞれのOSエンジンの同期は不必要
であり、メッセージ待ち行列は、非同期事象を同期事象
へ変換するための方法として機能する。
主装置に障害が生ずると、第２のオペレーティングシ
ステムのI/Oエンジン18がネットワーク23へ結合され
る。それから第２のI/Oエンジン18がメッセージを発生
するために用いられる。それらのメッセージは第２のOS
エンジン16へ供給される。バックアップ・オペレーティ
ングシステムは主オペレーティングシステムと同じ状態
にあるから、サーバを用いている顧客に対して、サーバ
の切り換え中に動作が行われなくなることはない。
ステムのI/Oエンジン18がネットワーク23へ結合され
る。それから第２のI/Oエンジン18がメッセージを発生
するために用いられる。それらのメッセージは第２のOS
エンジン16へ供給される。バックアップ・オペレーティ
ングシステムは主オペレーティングシステムと同じ状態
にあるから、サーバを用いている顧客に対して、サーバ
の切り換え中に動作が行われなくなることはない。
I/Oエンジン/OSエンジンの分離 本発明においては、I/OエンジンとOSエンジンはほぼ
論理的に独立している。バックアップOSエンジンへ反映
できない望ましくない状態変化を阻止するために、以下
に更に説明するように、I/OエンジンとOSエンジンによ
り共用されるデータが制御される。各エンジンはそれ自
身の自立プロセス・スケジューラー、コマンド・インタ
ープリター、メモリ管理装置、およびOSの機能に重要な
OSの部分に関連するコードを有する。
論理的に独立している。バックアップOSエンジンへ反映
できない望ましくない状態変化を阻止するために、以下
に更に説明するように、I/OエンジンとOSエンジンによ
り共用されるデータが制御される。各エンジンはそれ自
身の自立プロセス・スケジューラー、コマンド・インタ
ープリター、メモリ管理装置、およびOSの機能に重要な
OSの部分に関連するコードを有する。
OSエンジンとI/Oエンジンの間の分割は、ドライバ支
持層におけるハードウェア・ドライバ・レベルの上で行
われる。ドライバ支持層ソフトウェアはI/OエンジンとO
Sエンジンの両方において複製され、同じトップレベル
・インターフェイスを維持する。I/OエンジンとOSエン
ジンのためにドライバ支持層ソフトウェアは修正され
る。I/Oエンジンのドライバ支持層はドライバ・レベル
・インターフェイスを維持し、物理的ハードウェア・ド
ライバへ通信する。それはハードウェア・ドライバ・レ
ベル事象をメッセージへ変換する。それらのメッセージ
はOSエンジンの事象待ち行列へ供給される。
持層におけるハードウェア・ドライバ・レベルの上で行
われる。ドライバ支持層ソフトウェアはI/OエンジンとO
Sエンジンの両方において複製され、同じトップレベル
・インターフェイスを維持する。I/OエンジンとOSエン
ジンのためにドライバ支持層ソフトウェアは修正され
る。I/Oエンジンのドライバ支持層はドライバ・レベル
・インターフェイスを維持し、物理的ハードウェア・ド
ライバへ通信する。それはハードウェア・ドライバ・レ
ベル事象をメッセージへ変換する。それらのメッセージ
はOSエンジンの事象待ち行列へ供給される。
OSエンジンは、割り込みまたはI/Oポートアドレスを
割り当てるためのような、ハードウェア・ドライバ・イ
ンターフェイス支持ルーチンを持たない。ハードウェア
成分を含むオペレーション（たとえば、書込みまたはデ
ィスクからの読出し）をOSエンジンが要求すると、OSエ
ンジン内のドライバ支持層ソフトウェアが動作を要求へ
変換し、それを実行のためにI/Oエンジン要求待ち行列
へ供給する。それから、その要求の結果が、I/Oエンジ
ン・ドライバ支持層により発生された事象メッセージと
してOSエンジンへ戻される。
割り当てるためのような、ハードウェア・ドライバ・イ
ンターフェイス支持ルーチンを持たない。ハードウェア
成分を含むオペレーション（たとえば、書込みまたはデ
ィスクからの読出し）をOSエンジンが要求すると、OSエ
ンジン内のドライバ支持層ソフトウェアが動作を要求へ
変換し、それを実行のためにI/Oエンジン要求待ち行列
へ供給する。それから、その要求の結果が、I/Oエンジ
ン・ドライバ支持層により発生された事象メッセージと
してOSエンジンへ戻される。
I/Oエンジン ここで図２を参照すると、I/Oエンジンはドライバ・
レベルと、管理ソフトウェア・レベルと、メッセージ・
レベルとの３つのレベルより成る。装置ドライバ26A〜2
6Eは、プリンタ、記憶装置（たとえば、ディスク・ドラ
イブ）、表示装置、LANアダプタ、キーボード等のよう
なハードウェア要素をドライブする。管理ソフトウェア
・レベルは装置ドライバのための制御器を含む。たとえ
ば、ディスク・ブロック27はディスク装置ドライバ（た
とえば、ディスク装置ドライバ26A）を制御する。ディ
スク・ブロック27はディスクの読出しと書込みとの開始
を制御する。また、ディスク・ブロック27はディスク・
オペレーションの状態を追跡する。主I/Oエンジン（す
なわち、I/Oエンジン12）のディスク・ブロック27はデ
ィスク・オペレーションの状態をバックアップI/Oエン
ジンと通信する。主大容量記憶装置14と第２の大容量記
憶装置20はほぼ同一の装置である。主I/Oエンジンがデ
ィスク14からの読出しを実行したとすると、それは読出
しが終了させられたことをI/Oエンジン18へ通信する。
主I/Oエンジンが読出しを最初に終了したとすると、デ
ータをメッセージとしてバス15Bを介して第２のI/Oエン
ジン18へ送ることができる。あるいは、I/Oエンジン18
はデータをそれ自身のディスク・ドライブ20から読出
す。
レベルと、管理ソフトウェア・レベルと、メッセージ・
レベルとの３つのレベルより成る。装置ドライバ26A〜2
6Eは、プリンタ、記憶装置（たとえば、ディスク・ドラ
イブ）、表示装置、LANアダプタ、キーボード等のよう
なハードウェア要素をドライブする。管理ソフトウェア
・レベルは装置ドライバのための制御器を含む。たとえ
ば、ディスク・ブロック27はディスク装置ドライバ（た
とえば、ディスク装置ドライバ26A）を制御する。ディ
スク・ブロック27はディスクの読出しと書込みとの開始
を制御する。また、ディスク・ブロック27はディスク・
オペレーションの状態を追跡する。主I/Oエンジン（す
なわち、I/Oエンジン12）のディスク・ブロック27はデ
ィスク・オペレーションの状態をバックアップI/Oエン
ジンと通信する。主大容量記憶装置14と第２の大容量記
憶装置20はほぼ同一の装置である。主I/Oエンジンがデ
ィスク14からの読出しを実行したとすると、それは読出
しが終了させられたことをI/Oエンジン18へ通信する。
主I/Oエンジンが読出しを最初に終了したとすると、デ
ータをメッセージとしてバス15Bを介して第２のI/Oエン
ジン18へ送ることができる。あるいは、I/Oエンジン18
はデータをそれ自身のディスク・ドライブ20から読出
す。
LANブロック28は、ローカル・エリア・ネットワーク
へのような外部通信を制御する。しかし本発明はローカ
ル・エリア・ネットワークに限定されるものではなく、
本発明は任意の種類の通信を利用できる。LAN制御器は
情報パケットをネットワークから受け、そのパケットを
OSエンジンへ供給するかどうかを決定する。
へのような外部通信を制御する。しかし本発明はローカ
ル・エリア・ネットワークに限定されるものではなく、
本発明は任意の種類の通信を利用できる。LAN制御器は
情報パケットをネットワークから受け、そのパケットを
OSエンジンへ供給するかどうかを決定する。
表示ブロック29は、装置ドライバ26Cを介するCRTスク
リーンのような表示装置への通信を制御する。タイマ・
ブロック30はシステム時間クロックをドライブし、キー
ボード・ブロック31はキーボードとのインターフェイス
および通信を行う。
リーンのような表示装置への通信を制御する。タイマ・
ブロック30はシステム時間クロックをドライブし、キー
ボード・ブロック31はキーボードとのインターフェイス
および通信を行う。
メッセージ・ブロック47はシステム事象をメッセージ
へ変換し、OSエンジンの事象待ち行列へ供給し、OSエン
ジンからの要求を待ち行列から外す。メッセージはヘッ
ダ・フィールドとデータ・フィールドで構成される。ヘ
ッダ・フィールドはメッセージまたはオペレーションの
型を示す。データ・フィールドはオペレーションを実行
すべきデータを含む。メッセージ・レベルは事象メッセ
ージを事象バス15Aを介してI/Oエンジンと通信する。
へ変換し、OSエンジンの事象待ち行列へ供給し、OSエン
ジンからの要求を待ち行列から外す。メッセージはヘッ
ダ・フィールドとデータ・フィールドで構成される。ヘ
ッダ・フィールドはメッセージまたはオペレーションの
型を示す。データ・フィールドはオペレーションを実行
すべきデータを含む。メッセージ・レベルは事象メッセ
ージを事象バス15Aを介してI/Oエンジンと通信する。
OSエンジン 図３を参照すると、OSエンジンは、I/Oエンジンから
受けた事象メッセージを待ち行列から順次外し、要求を
待ち行列に入れてOSエンジン要求をI/Oエンジンの要求
ブロック47へ供給する。OSエンジンは、I/Oエンジンの
管理ソフトウェアに対応する管理ソフトウェアも含む。
たとえば、OSエンジンはディスク管理ソフトウェア33
と、LAN管理ソフトウェア34と、タイマー管理ソフトウ
ェアと、キーボード・ソフトウェア37とを含む。OSエン
ジンのトップレベル48は本発明を用いるコンピュータ装
置のオペレーティングシステムである。
受けた事象メッセージを待ち行列から順次外し、要求を
待ち行列に入れてOSエンジン要求をI/Oエンジンの要求
ブロック47へ供給する。OSエンジンは、I/Oエンジンの
管理ソフトウェアに対応する管理ソフトウェアも含む。
たとえば、OSエンジンはディスク管理ソフトウェア33
と、LAN管理ソフトウェア34と、タイマー管理ソフトウ
ェアと、キーボード・ソフトウェア37とを含む。OSエン
ジンのトップレベル48は本発明を用いるコンピュータ装
置のオペレーティングシステムである。
ディスク管理ソフトウェア33は冗長ディスク14、20へ
のデータの鏡映されたコピーを制御する。ディスク読出
しオペレーションのようなディスク・オペレーションを
実行するものとすると、両方のI/Oエンジン12、18が読
出しオペレーションを実行するか、I/Oエンジン12が読
出しを実行してデータを第２のI/Oエンジン18へ転送す
るのかをディスク管理ソフトウェア33が決定する。タイ
マ管理ソフトウェア36はタイマ事象を制御する。一般
に、オペレーティングシステムは周期的に中断されるタ
イマを有する。このタイマ中断は時間に独立なオペレー
ションのためにしばしば用いられる。本発明において
は、タイマ中断自体は入力待ち行列における事象であ
る。タイマ中断をメッセージへ転換することにより、タ
イマ事象は絶対的の代わりに相対的になる。タイマ事象
は非同期事象から同期事象へ変更される。LANブロック3
4と、表示ブロック35とキーボード・ブロック37とはそ
れぞれネットワーク事象、表示事象、キーボード事象を
制御する。
のデータの鏡映されたコピーを制御する。ディスク読出
しオペレーションのようなディスク・オペレーションを
実行するものとすると、両方のI/Oエンジン12、18が読
出しオペレーションを実行するか、I/Oエンジン12が読
出しを実行してデータを第２のI/Oエンジン18へ転送す
るのかをディスク管理ソフトウェア33が決定する。タイ
マ管理ソフトウェア36はタイマ事象を制御する。一般
に、オペレーティングシステムは周期的に中断されるタ
イマを有する。このタイマ中断は時間に独立なオペレー
ションのためにしばしば用いられる。本発明において
は、タイマ中断自体は入力待ち行列における事象であ
る。タイマ中断をメッセージへ転換することにより、タ
イマ事象は絶対的の代わりに相対的になる。タイマ事象
は非同期事象から同期事象へ変更される。LANブロック3
4と、表示ブロック35とキーボード・ブロック37とはそ
れぞれネットワーク事象、表示事象、キーボード事象を
制御する。
オペレーション OSエンジンが事象メッセージを受けると、OSエンジン
の状態にいくつかの変更を行わせることができ、それら
の変更を行わせるためにある有限の時間がかかる。本発
明においては、メッセージがOSエンジンによりひとたび
受けられると、メッセージの関数として実行できる全て
のオペレーションをOSエンジンは実行する。それらのオ
ペレーションが全て実行されると、OSエンジンはメッセ
ージ待ち行列を検査して実行のために別のメッセージを
利用できるかどうかを判定する。利用できる別のメッセ
ージがなければ、メッセージを利用できるようになるま
でOSエンジンは動作しなくなる。主OSエンジンと第２の
OSエンジンが同期されたままであるようにこのオペレー
ション方法が求められる。I/Oエンジンが非同期である
から、新しいメッセージを主OSエンジンと第２のOSエン
ジンへ異なる時刻に与えることができる。したがって、
OSエンジンの状態を変更するために、新しい事象の存在
または非存在に対して働きかける事または利用する事は
できない。
の状態にいくつかの変更を行わせることができ、それら
の変更を行わせるためにある有限の時間がかかる。本発
明においては、メッセージがOSエンジンによりひとたび
受けられると、メッセージの関数として実行できる全て
のオペレーションをOSエンジンは実行する。それらのオ
ペレーションが全て実行されると、OSエンジンはメッセ
ージ待ち行列を検査して実行のために別のメッセージを
利用できるかどうかを判定する。利用できる別のメッセ
ージがなければ、メッセージを利用できるようになるま
でOSエンジンは動作しなくなる。主OSエンジンと第２の
OSエンジンが同期されたままであるようにこのオペレー
ション方法が求められる。I/Oエンジンが非同期である
から、新しいメッセージを主OSエンジンと第２のOSエン
ジンへ異なる時刻に与えることができる。したがって、
OSエンジンの状態を変更するために、新しい事象の存在
または非存在に対して働きかける事または利用する事は
できない。
本発明の好適な実施例においては、OS環境は非先使用
であると定義される。先使用は本質的に非同期事象であ
る。従来技術においては、タスクの実行をタイマ中断に
より中断して、別のタスクで置き換えることができる。
このシステムは１度に１つのメッセージを実行するか
ら、メッセージ待ち行列中のそのメッセージに達するま
で、タイマ中断または非先使用の要求はOSエンジンに影
響を及ぼさない。タイマ事象を受ける事ができ、かつOS
エンジンにより実行できる前に、OSエンジンで実行して
いるタスクは制御を放棄せねばならない。
であると定義される。先使用は本質的に非同期事象であ
る。従来技術においては、タスクの実行をタイマ中断に
より中断して、別のタスクで置き換えることができる。
このシステムは１度に１つのメッセージを実行するか
ら、メッセージ待ち行列中のそのメッセージに達するま
で、タイマ中断または非先使用の要求はOSエンジンに影
響を及ぼさない。タイマ事象を受ける事ができ、かつOS
エンジンにより実行できる前に、OSエンジンで実行して
いるタスクは制御を放棄せねばならない。
エンジン間通信 本発明においては、OSエンジンとI/Oエンジンの間の
通信が制御される。OSエンジンに対する単一入力源を保
存することにより、時間に依存する事象と、I/Oエンジ
ンにより行われる変更とがOSエンジンの状態に影響する
ことを阻止するために本発明は構成される。
通信が制御される。OSエンジンに対する単一入力源を保
存することにより、時間に依存する事象と、I/Oエンジ
ンにより行われる変更とがOSエンジンの状態に影響する
ことを阻止するために本発明は構成される。
I/OエンジンとOSエンジンの間の通信は下記のように
特徴づけられる。
特徴づけられる。
1.OSエンジンはそれ自身のOSエンジン・メモリをアクセ
スできるだけである。OSエンジンとI/Oエンジンの間の
全ての通信はOSエンジンのメモリ内で起こさねばならな
い。OSエンジンはI/Oエンジン・メモリと名づけられて
いるメモリをアクセスできない。メモリのコヒーレンシ
ィが保存される。本発明においては主OSエンジンと第２
のOSエンジンが鏡像関係にされるが、主I/Oエンジンと
第２のI/Oエンジンはそうではない。したがって、各I/O
エンジンで構成されているメモリは異ならせることがで
きる。OSエンジンがI/Oメモリをアクセスしない限り
は、安定な同期が維持される。
スできるだけである。OSエンジンとI/Oエンジンの間の
全ての通信はOSエンジンのメモリ内で起こさねばならな
い。OSエンジンはI/Oエンジン・メモリと名づけられて
いるメモリをアクセスできない。メモリのコヒーレンシ
ィが保存される。本発明においては主OSエンジンと第２
のOSエンジンが鏡像関係にされるが、主I/Oエンジンと
第２のI/Oエンジンはそうではない。したがって、各I/O
エンジンで構成されているメモリは異ならせることがで
きる。OSエンジンがI/Oメモリをアクセスしない限り
は、安定な同期が維持される。
2.メモリのブロックをI/Oエンジンにより修正する事をO
Sエンジンが要求すると、修正が行われたことをOSエン
ジンへ知らせる事象をI/Oエンジンが送り返すまで、OS
エンジンはそのメモリ・ブロックをアクセスできないこ
とがある。主OSエンジンと第２のOSエンジンは完全に同
期して動作するわけではない。それらのOSエンジンの動
作のいくらかのスキューおよび分岐が存在することがあ
る（もっとも状態は常に集中する）。また、主I/Oエン
ジンおよび第２のOSエンジンは種々の時にOSエンジン・
メモリを修正できる。それから、I/Oエンジンにより変
更されているプロセス中にあるメモリ場所の現在の値に
関連するOSエンジンにより判定が行われ、種々の修正時
刻に起因するスキューのデータをそのメモリ場所が含ん
でいるものとすると、２つのI/Oエンジンの間の同期化
は失われることになる。
Sエンジンが要求すると、修正が行われたことをOSエン
ジンへ知らせる事象をI/Oエンジンが送り返すまで、OS
エンジンはそのメモリ・ブロックをアクセスできないこ
とがある。主OSエンジンと第２のOSエンジンは完全に同
期して動作するわけではない。それらのOSエンジンの動
作のいくらかのスキューおよび分岐が存在することがあ
る（もっとも状態は常に集中する）。また、主I/Oエン
ジンおよび第２のOSエンジンは種々の時にOSエンジン・
メモリを修正できる。それから、I/Oエンジンにより変
更されているプロセス中にあるメモリ場所の現在の値に
関連するOSエンジンにより判定が行われ、種々の修正時
刻に起因するスキューのデータをそのメモリ場所が含ん
でいるものとすると、２つのI/Oエンジンの間の同期化
は失われることになる。
実際の動作においては、I/Oエンジンからのデータの
コピーをOSエンジンが求めたとすると、それはデータを
保持するために作業バッファを割り当て、その作業バッ
ファのアドレスをI/Oエンジンへ供給する。I/Oエンジン
は求められたデータを作業バッファへコピーし、データ
が置かれたことを裏付ける事象をOSエンジンに対して発
生する。OSエンジンは作業バッファからのデータをその
最終的な宛先へコピーし、作業バッファを解放する。
コピーをOSエンジンが求めたとすると、それはデータを
保持するために作業バッファを割り当て、その作業バッ
ファのアドレスをI/Oエンジンへ供給する。I/Oエンジン
は求められたデータを作業バッファへコピーし、データ
が置かれたことを裏付ける事象をOSエンジンに対して発
生する。OSエンジンは作業バッファからのデータをその
最終的な宛先へコピーし、作業バッファを解放する。
3.OSエンジンによりOSエンジン・メモリ場所の明らかな
制御が行われていなければ、I/OエンジンはOSエンジン
・メモリと名づけられているメモリを変更できない。I/
OエンジンがOSエンジン・メモリの制御をOSエンジンへ
転送して戻すと、（事象を介して）I/Oエンジンはその
メモリをアクセスできない。
制御が行われていなければ、I/OエンジンはOSエンジン
・メモリと名づけられているメモリを変更できない。I/
OエンジンがOSエンジン・メモリの制御をOSエンジンへ
転送して戻すと、（事象を介して）I/Oエンジンはその
メモリをアクセスできない。
4.OSエンジン・ソフトウェアは、ボール・ループ中にプ
ロセッサの制御を放棄することなしに、メモリ値におけ
る変化に対して「ボール」できない。その理由は、この
実現においてOSエンジンを先使用ドライブまたは割り込
みドライブできないからである。全ての変更は事象を介
して行われ、実行中のプロセスによりプロセッサが放棄
されるまで新しい事象は受けられない。
ロセッサの制御を放棄することなしに、メモリ値におけ
る変化に対して「ボール」できない。その理由は、この
実現においてOSエンジンを先使用ドライブまたは割り込
みドライブできないからである。全ての変更は事象を介
して行われ、実行中のプロセスによりプロセッサが放棄
されるまで新しい事象は受けられない。
主サーバに障害が起きると、第２のサーバが主サーバ
になる。OSエンジンのアドレスは変更しないが、「ネッ
トワーク」から受けられたメッセージは、メッセージを
第２のサーバへ向けるために再び経路指定される。
になる。OSエンジンのアドレスは変更しないが、「ネッ
トワーク」から受けられたメッセージは、メッセージを
第２のサーバへ向けるために再び経路指定される。
ディスク・ミラーリング 本発明の動作のために主記憶装置14と第２の記憶装置
20は鏡映関係になければならない。新しい第２のエンジ
ンがラインへつながれると、ディスク装置は第２のエン
ジンにおけるドライブを主エンジンにおける対応するド
ライブへマップする。２つのエンジンにおけるドライブ
には、どのドライブがより現在であるか、または２つの
ドライブが既に完全に同期させられている事かを示すた
めに使用できる「現在の同期化レベル」カウンタでマー
クされる。その同期化レベルが変化した（すなわち、別
のサーバに障害が生じた）とすると、生き残っているサ
ーバにより現在の同期化レベルが高くされる。生き残っ
ているサーバは、ディスクへ書込まれたメモリ・ブロッ
クのトラッキングを開始する。障害を起こしたエンジン
がラインへ復帰すると、それが以前の媒体と同じ媒体で
あることを確認した後で、サービスから外されている間
に変更されたメモリ・ブロックだけを介して転送するこ
とにより、修理したエンジンを再び同期させることがで
きる。システムが最初に起動させられ、元の主エンジン
がラインへつながれると、それはどのディスク・ブロッ
クが同じ理由で変更させられたかを追跡する。
20は鏡映関係になければならない。新しい第２のエンジ
ンがラインへつながれると、ディスク装置は第２のエン
ジンにおけるドライブを主エンジンにおける対応するド
ライブへマップする。２つのエンジンにおけるドライブ
には、どのドライブがより現在であるか、または２つの
ドライブが既に完全に同期させられている事かを示すた
めに使用できる「現在の同期化レベル」カウンタでマー
クされる。その同期化レベルが変化した（すなわち、別
のサーバに障害が生じた）とすると、生き残っているサ
ーバにより現在の同期化レベルが高くされる。生き残っ
ているサーバは、ディスクへ書込まれたメモリ・ブロッ
クのトラッキングを開始する。障害を起こしたエンジン
がラインへ復帰すると、それが以前の媒体と同じ媒体で
あることを確認した後で、サービスから外されている間
に変更されたメモリ・ブロックだけを介して転送するこ
とにより、修理したエンジンを再び同期させることがで
きる。システムが最初に起動させられ、元の主エンジン
がラインへつながれると、それはどのディスク・ブロッ
クが同じ理由で変更させられたかを追跡する。
主I/Oエンジンと第２のI/Oエンジンの通信 主システムのI/Oエンジンは、主OSエンジンと第２のO
Sエンジンへ供給される事象の順序を決定する。ある事
象に、主OSエンジン・メモリにおいて修正された任意の
データを加え合わせたものが、主OSエンジンへそれの事
象待ち行列内の事象が与えられる前に第２のOSエンジン
へ通信される。この通信はバス15Aを介して行われる。
第２のシステムのI/Oエンジンは第２のOSエンジン・メ
モリを修正して、事象を第２のOSエンジンへ供給する。
Sエンジンへ供給される事象の順序を決定する。ある事
象に、主OSエンジン・メモリにおいて修正された任意の
データを加え合わせたものが、主OSエンジンへそれの事
象待ち行列内の事象が与えられる前に第２のOSエンジン
へ通信される。この通信はバス15Aを介して行われる。
第２のシステムのI/Oエンジンは第２のOSエンジン・メ
モリを修正して、事象を第２のOSエンジンへ供給する。
事象を通信する事に加えて、主I/Oエンジンと第２のI
/Oエンジンは別の情報を通信する。種々のドライバ層支
持ルーチンが、別のシステム内の片割れと通信できるよ
うにする機構が設けられる。この通信は双方向であり、
バス15Bを介して行われる。そのような通信は、ディス
ク・ハードウェアの障害のためにシステムの一方にデー
タが記憶されているだけである時に、ディスクI/O要求
の終了と、ディスクI/Oデータの通信とを例として含
む。
/Oエンジンは別の情報を通信する。種々のドライバ層支
持ルーチンが、別のシステム内の片割れと通信できるよ
うにする機構が設けられる。この通信は双方向であり、
バス15Bを介して行われる。そのような通信は、ディス
ク・ハードウェアの障害のためにシステムの一方にデー
タが記憶されているだけである時に、ディスクI/O要求
の終了と、ディスクI/Oデータの通信とを例として含
む。
OSエンジンの間の通信のために用いられる２つの手順
がある。ある事象をOSエンジンへ与えるためにI/Oエン
ジンにより「AddFSEvent」が用いられ、I/Oエンジンに
対する要求を通信するためにOSエンジンにより「MakeIO
Request」が呼び出される。AddFSEventは主I/Oエンジン
により呼び出すことができるだけである。行われている
要求または事象を識別するために、両方の呼び出しは要
求の型または事象の型を用いる。また、両方の呼び出し
は、機能に特有のやりかたで定められたパラメータを送
る。たとえば、それはOSエンジン・メモリ内のデータ構
造へのポインタとすることができる。
がある。ある事象をOSエンジンへ与えるためにI/Oエン
ジンにより「AddFSEvent」が用いられ、I/Oエンジンに
対する要求を通信するためにOSエンジンにより「MakeIO
Request」が呼び出される。AddFSEventは主I/Oエンジン
により呼び出すことができるだけである。行われている
要求または事象を識別するために、両方の呼び出しは要
求の型または事象の型を用いる。また、両方の呼び出し
は、機能に特有のやりかたで定められたパラメータを送
る。たとえば、それはOSエンジン・メモリ内のデータ構
造へのポインタとすることができる。
主システムI/OエンジンがOSエンジン内のデータ構造
を修正すると、事象をOSエンジンへ与える事ができる前
に第２のOSエンジンにおいて同じ修正を同様に行う必要
がある。OSエンジン内のデータ構造に対するポインタを
AddFSEventへ与える事ができ、それは事象とともに第２
のサーバへ転送されて、OSエンジン・データ修正を第２
のシステムへ転送する。
を修正すると、事象をOSエンジンへ与える事ができる前
に第２のOSエンジンにおいて同じ修正を同様に行う必要
がある。OSエンジン内のデータ構造に対するポインタを
AddFSEventへ与える事ができ、それは事象とともに第２
のサーバへ転送されて、OSエンジン・データ修正を第２
のシステムへ転送する。
第２のシステムにおいては、要求の型ごとに１つずつ
のハンドラ手順がI/Oエンジンに存在する。それらのハ
ンドラ手順は、事象が主サーバから受けられたときに呼
び出される。ハンドラ手順は元のパラメータと、修正す
る必要があるOSエンジン内の区域に対するポインタで呼
び出される。
のハンドラ手順がI/Oエンジンに存在する。それらのハ
ンドラ手順は、事象が主サーバから受けられたときに呼
び出される。ハンドラ手順は元のパラメータと、修正す
る必要があるOSエンジン内の区域に対するポインタで呼
び出される。
第２のI/Oエンジン事象ハンドラ手順は、事象を受け
るか、放すかの選択を持つ。事象がOSエンジンからの要
求に応答し、かつ第２のシステムが要求をまだ得ていな
ければ、放棄が用いられる。その事象が放棄されなかっ
たとすると、潜在的にメモリをOSエンジンにおいて想起
に変更できる。通常は、第２のI/Oエンジン内の事象ハ
ンドラーが、それらがトラッキングして、事象を受ける
事を信号する顕著な要求を除去する。データがコピーさ
れた後で、事象が第２のOSエンジンへ与えられる。イン
プリメンテーションにより必要があれば、第２のシステ
ムの事象ハンドラーはOSエンジン・メモリに対する別の
変更を行うことができる。
るか、放すかの選択を持つ。事象がOSエンジンからの要
求に応答し、かつ第２のシステムが要求をまだ得ていな
ければ、放棄が用いられる。その事象が放棄されなかっ
たとすると、潜在的にメモリをOSエンジンにおいて想起
に変更できる。通常は、第２のI/Oエンジン内の事象ハ
ンドラーが、それらがトラッキングして、事象を受ける
事を信号する顕著な要求を除去する。データがコピーさ
れた後で、事象が第２のOSエンジンへ与えられる。イン
プリメンテーションにより必要があれば、第２のシステ
ムの事象ハンドラーはOSエンジン・メモリに対する別の
変更を行うことができる。
ある事象をEOSエンジンへ与える前に、第２のシステ
ムがその事象を受けるまで主I/Oエンジンが待つ事が重
要である。さもないと、主OSエンジンは事象を処理で
き、元の事象が転送される前に第２のシステムへ応答を
供給する（事象を主システムにおける待ち行列で遅延さ
せて、第２のシステムへ送られる事を待つ）。第２のシ
ステムへまだ転送されていない事象の関数である要求を
主システムが発生したとすると、主システムが外部の障
害を起こしたならば、顧客からみたそれの状態は第２の
システムへ同期されない。
ムがその事象を受けるまで主I/Oエンジンが待つ事が重
要である。さもないと、主OSエンジンは事象を処理で
き、元の事象が転送される前に第２のシステムへ応答を
供給する（事象を主システムにおける待ち行列で遅延さ
せて、第２のシステムへ送られる事を待つ）。第２のシ
ステムへまだ転送されていない事象の関数である要求を
主システムが発生したとすると、主システムが外部の障
害を起こしたならば、顧客からみたそれの状態は第２の
システムへ同期されない。
オペレーションおよび遷移のサーバ状態 I/Oエンジン・ソフトウェアは、どのサーバも活動状
態でない、第２の状態でない主システム、第２の状態に
ある主システム、および第２のシステム状態、の４つの
状態で実行する。また、I/Oエンジンは、サーバ非活動
から第２の状態でない主システムへ、第２の状態でない
主システムから第２の状態にある主システムへ、第２の
システムから主システムへの状態遷移を行う。第２のシ
ステムの同期化中に起きるいくつかの付加状態がある。
態でない、第２の状態でない主システム、第２の状態に
ある主システム、および第２のシステム状態、の４つの
状態で実行する。また、I/Oエンジンは、サーバ非活動
から第２の状態でない主システムへ、第２の状態でない
主システムから第２の状態にある主システムへ、第２の
システムから主システムへの状態遷移を行う。第２のシ
ステムの同期化中に起きるいくつかの付加状態がある。
本発明のシステムの状態が図５に示されている。気が
付くように、I/Oエンジンは４つの状態S1、S2、S3、S4
の内の１つの状態で動作する。状態S1、無サーバ・エン
ジン、は、I/Oエンジンが動作しているが、オペレーシ
ョンが動作していない時に生ずる。状態２、第２の状態
でない主システムは、I/OエンジンとOSエンジンがロー
ドされるが、システムが鏡映されていない時に起きる。
システムが鏡映されると、それは主OSエンジンになり、
I/Oエンジンは主I/Oエンジンとして動作する。
付くように、I/Oエンジンは４つの状態S1、S2、S3、S4
の内の１つの状態で動作する。状態S1、無サーバ・エン
ジン、は、I/Oエンジンが動作しているが、オペレーシ
ョンが動作していない時に生ずる。状態２、第２の状態
でない主システムは、I/OエンジンとOSエンジンがロー
ドされるが、システムが鏡映されていない時に起きる。
システムが鏡映されると、それは主OSエンジンになり、
I/Oエンジンは主I/Oエンジンとして動作する。
状態３は第２の状態にある主システムと呼ばれる。こ
の状態においては、I/Oエンジンは鏡映されている主シ
ステムで動作する。状態４、主の状態にある第２のシス
テムは、I/Oエンジンが鏡映されている第２のシステム
で動作する時に起きる。
の状態においては、I/Oエンジンは鏡映されている主シ
ステムで動作する。状態４、主の状態にある第２のシス
テムは、I/Oエンジンが鏡映されている第２のシステム
で動作する時に起きる。
I/Oエンジンが経験できる可能な状態遷移は５つあ
る。それらは線T1〜T5により示されている。第１の遷移
T1は状態S1から状態S2へである。この遷移はOSエンジン
が起動させられた後で起きる。
る。それらは線T1〜T5により示されている。第１の遷移
T1は状態S1から状態S2へである。この遷移はOSエンジン
が起動させられた後で起きる。
第２の遷移T2は状態S2から状態S3へで、主システムが
第２のシステムへ同期させられた時にシステム内で起き
る。遷移T3は状態S1から状態S4へで、OSエンジンが主シ
ステムへ同期させられた時に第２のシステム内で起き
る。
第２のシステムへ同期させられた時にシステム内で起き
る。遷移T3は状態S1から状態S4へで、OSエンジンが主シ
ステムへ同期させられた時に第２のシステム内で起き
る。
遷移T4は状態S4から状態S2へで、主システムに障害が
ある時に起きる。遷移T5は状態S3から状態S2へで、第２
のシステムに障害がある時に起きる。
ある時に起きる。遷移T5は状態S3から状態S2へで、第２
のシステムに障害がある時に起きる。
第２のサーバ要求のトラッキングおよび実行 第２のシステムI/Oエンジンはそれ自体のOSエンジン
から要求を受けるが、通常はそれらは実行しない。その
代わりに、それは要求を待ち行列に入れ、主I/Oシステ
ムが要求に応答するまで待ち、それから応答（主I/Oシ
ステムにより発生された事象）のコピーを得て、要求の
それ自身のコピーを待ち行列に入れ、応答「事象」がそ
れ自身のOSエンジンへ与えられる事を許す。
から要求を受けるが、通常はそれらは実行しない。その
代わりに、それは要求を待ち行列に入れ、主I/Oシステ
ムが要求に応答するまで待ち、それから応答（主I/Oシ
ステムにより発生された事象）のコピーを得て、要求の
それ自身のコピーを待ち行列に入れ、応答「事象」がそ
れ自身のOSエンジンへ与えられる事を許す。
いくつかの理由から、第２のI/OエンジンはOSエンジ
ンからの要求を待ち行列に入れねばならない。まず初め
に、OSエンジンはそれの要求のおのおの１つからある種
の応答「事象」を通常期待する。主システムに障害が生
ずると、第２のシステム（今は主システム）が要求を完
了して、適切な応答事象を発生する。別の理由は、第２
のシステムがその応答事象を受けることを認めることが
できる前にその第２のシステムが要求を受けるまで第２
のシステムは待たなければならないからである（主シス
テムが第２のより大きく進んでいるならば起きる事がで
きるケースである）。さもないと第２のシステムは、受
ける事をまだ準備していないそれのOSエンジンへデータ
を転送するからで、第２のシステムが要求を待ち行列に
入れたとすると、それは応答事象を受け、そうでなけれ
ば、「放し」て再び試みる事を主システムへ知らせる。
ンからの要求を待ち行列に入れねばならない。まず初め
に、OSエンジンはそれの要求のおのおの１つからある種
の応答「事象」を通常期待する。主システムに障害が生
ずると、第２のシステム（今は主システム）が要求を完
了して、適切な応答事象を発生する。別の理由は、第２
のシステムがその応答事象を受けることを認めることが
できる前にその第２のシステムが要求を受けるまで第２
のシステムは待たなければならないからである（主シス
テムが第２のより大きく進んでいるならば起きる事がで
きるケースである）。さもないと第２のシステムは、受
ける事をまだ準備していないそれのOSエンジンへデータ
を転送するからで、第２のシステムが要求を待ち行列に
入れたとすると、それは応答事象を受け、そうでなけれ
ば、「放し」て再び試みる事を主システムへ知らせる。
両方のサーバにより実行されることが必要となり、そ
うすると主システムにより調整される実際の終了「事
象」を有するOSエンジンにより与えられる要求がある。
これの１つの例がディスク書き込みである。第２のシス
テムはそれが要求により行われる時に主システムへ知ら
せねばならない。すなわち、主システムは、書込みを終
了し、第２のシステムが終了「事象」を発生する前に第
２のシステムから終了確認を受けるまで、待たねばなら
ない。
うすると主システムにより調整される実際の終了「事
象」を有するOSエンジンにより与えられる要求がある。
これの１つの例がディスク書き込みである。第２のシス
テムはそれが要求により行われる時に主システムへ知ら
せねばならない。すなわち、主システムは、書込みを終
了し、第２のシステムが終了「事象」を発生する前に第
２のシステムから終了確認を受けるまで、待たねばなら
ない。
事象および要求の実行を示す流れ図が図4A〜4Cに示さ
れている。まず、ISエンジンの動作が示されている図4A
を参照する。
れている。まず、ISエンジンの動作が示されている図4A
を参照する。
OSエンジンが要求を発生する時のそのOSエンジンの動
作がステップ51と52に示されている。事象を受ける時の
OSエンジンの動作がステップ53と54に示されている。ス
テップ51においては、I/O動作を行う必要があることをO
Sエンジンの管理層が決定する。ステップ52において
は、OSエンジンはI/Oエンジンに対する要求を発生し、
待機モードに入って、I/Oエンジンからの応答事象を待
つ。
作がステップ51と52に示されている。事象を受ける時の
OSエンジンの動作がステップ53と54に示されている。ス
テップ51においては、I/O動作を行う必要があることをO
Sエンジンの管理層が決定する。ステップ52において
は、OSエンジンはI/Oエンジンに対する要求を発生し、
待機モードに入って、I/Oエンジンからの応答事象を待
つ。
ステップ53においては、OSエンジンの事象待ち行列内
のI/Oエンジンからある事象が受けられる。その事象
は、ディスク・ブロック、LANブロック、キーボード・
ブロック等のような適切な管理層ブロックへ与えられ
る。ステップ54においては、管理層は最初のI/O事象を
元の要求に一致させることにより、その事象を終了す
る。
のI/Oエンジンからある事象が受けられる。その事象
は、ディスク・ブロック、LANブロック、キーボード・
ブロック等のような適切な管理層ブロックへ与えられ
る。ステップ54においては、管理層は最初のI/O事象を
元の要求に一致させることにより、その事象を終了す
る。
事象処理中のI/Oエンジンの動作を示す流れ図が図4B
に示されている。ステップ55〜58は主I/Oエンジンを示
し、ステップ59〜63は第２のI/Oエンジンを示す。ステ
ップ55においては、OSエンジンのための事象が存在する
ことを主I/Oエンジンの管理層が決定する。ステップ56
においては、この事象はメッセージへ組み込まれて第２
のI/Oエンジンへ送られる。それから、第２のI/Oエンジ
ンがメッセージを主OSエンジンへ供給する前に肯定応答
するまで、主I/Oエンジンは待つ。判定ブロック57にお
いては、事象が第２のOSエンジンにより受けられたかど
うかについての判定が行われる。事象がまだ受けられて
いないとすると、肯定応答が行われるまで主I/Oエンジ
ンは待つ。第２のI/Oエンジンが事象を受けたとする
と、ステップ58において、I/Oエンジンは事象を主OSエ
ンジン事象待ち行列内に置く。
に示されている。ステップ55〜58は主I/Oエンジンを示
し、ステップ59〜63は第２のI/Oエンジンを示す。ステ
ップ55においては、OSエンジンのための事象が存在する
ことを主I/Oエンジンの管理層が決定する。ステップ56
においては、この事象はメッセージへ組み込まれて第２
のI/Oエンジンへ送られる。それから、第２のI/Oエンジ
ンがメッセージを主OSエンジンへ供給する前に肯定応答
するまで、主I/Oエンジンは待つ。判定ブロック57にお
いては、事象が第２のOSエンジンにより受けられたかど
うかについての判定が行われる。事象がまだ受けられて
いないとすると、肯定応答が行われるまで主I/Oエンジ
ンは待つ。第２のI/Oエンジンが事象を受けたとする
と、ステップ58において、I/Oエンジンは事象を主OSエ
ンジン事象待ち行列内に置く。
ステップ59において、第２のI/Oエンジンは主I/Oエン
ジンからの事象を待つ。判定ブロック60においては、第
２のI/Oエンジンが受けられた事象に対してレディであ
るかどうかを判定する。第２のI/Oエンジンがレディで
ないとすると、ステップ61において、それは受けないメ
ッセージを主I/Oエンジンへ送り、ステップ59へ戻って
別の事象を待つ。第２のI/Oエンジンが事象を受ける用
意ができており、判定ブロック60における条件が満たさ
れたとすれば、ステップ62において、第２のI/Oエンジ
ンはその事象の肯定応答を主I/Oエンジンへ送る。それ
から、ステップ63において、第２のI/Oエンジンは事象
を第２のOSエンジン事象待ち行列に置く。
ジンからの事象を待つ。判定ブロック60においては、第
２のI/Oエンジンが受けられた事象に対してレディであ
るかどうかを判定する。第２のI/Oエンジンがレディで
ないとすると、ステップ61において、それは受けないメ
ッセージを主I/Oエンジンへ送り、ステップ59へ戻って
別の事象を待つ。第２のI/Oエンジンが事象を受ける用
意ができており、判定ブロック60における条件が満たさ
れたとすれば、ステップ62において、第２のI/Oエンジ
ンはその事象の肯定応答を主I/Oエンジンへ送る。それ
から、ステップ63において、第２のI/Oエンジンは事象
を第２のOSエンジン事象待ち行列に置く。
図4Cは、OSエンジンにより処理要求が発生された時の
I/Oエンジンの処理状態を示す。ステップ70〜74はそれ
らの動作中の主I/Oエンジンの状態を示し、ステップ75
〜81はそれらの動作中の第２のI/Oエンジンの状態を示
す。ステップ70においては、I/Oエンジンのメッセージ
・レベルは要求待ち行列において利用できる要求がある
ことを決定する。ステップ71においては、要求はI/Oエ
ンジンにより実行される。この要求はディスク書込みオ
ペレーションとすることができ、LAN等へバケットを送
る。判定ブロック72においては、第２のI/Oエンジンに
よる要求の実行が求められているかどうかが判定され
る。別の実行が求められていないとすると、主I/Oエン
ジンはステップ74へ進む。第２の実行が求められるとす
ると、主I/Oエンジンは判定ブロック73へ進む。第２の
プロセッサが終了させられたとすると、主I/Oエンジン
はステップ74Aへ進む。第２のステップが終了させられ
ないとすると、第２のステップが終了させられるまで主
I/Oエンジンは待つ。判定ブロック74Aにおいては、要求
が終了事象を発生するかどうかにつての判定が行われ
る。回答が肯定であれば、主I/Oエンジンはステップ74B
へ進んで終了事象を発生する。終了事象が求められない
とすると、主I/Oエンジンはステップ74Cへ進んで行われ
る。
I/Oエンジンの処理状態を示す。ステップ70〜74はそれ
らの動作中の主I/Oエンジンの状態を示し、ステップ75
〜81はそれらの動作中の第２のI/Oエンジンの状態を示
す。ステップ70においては、I/Oエンジンのメッセージ
・レベルは要求待ち行列において利用できる要求がある
ことを決定する。ステップ71においては、要求はI/Oエ
ンジンにより実行される。この要求はディスク書込みオ
ペレーションとすることができ、LAN等へバケットを送
る。判定ブロック72においては、第２のI/Oエンジンに
よる要求の実行が求められているかどうかが判定され
る。別の実行が求められていないとすると、主I/Oエン
ジンはステップ74へ進む。第２の実行が求められるとす
ると、主I/Oエンジンは判定ブロック73へ進む。第２の
プロセッサが終了させられたとすると、主I/Oエンジン
はステップ74Aへ進む。第２のステップが終了させられ
ないとすると、第２のステップが終了させられるまで主
I/Oエンジンは待つ。判定ブロック74Aにおいては、要求
が終了事象を発生するかどうかにつての判定が行われ
る。回答が肯定であれば、主I/Oエンジンはステップ74B
へ進んで終了事象を発生する。終了事象が求められない
とすると、主I/Oエンジンはステップ74Cへ進んで行われ
る。
ステップ75においては、OSエンジンから利用できる要
求があることを第２のメッセージレベルが決定する。判
定ブロック76においては、要求を実行するために第２の
プロセッサが求められるかどうかについての判定が行わ
れる。第２のI/Oエンジンが要求を実行するものとする
と、第２のI/Oエンジンはステップ77へ進み、その要求
を実行する。要求の実行の後で、第２のI/Oエンジンは
終了を主I/Oエンジンへ知らせる。第２のI/Oエンジンが
要求を実行しないものとすると、第２のI/Oエンジンは
判定ブロック79へ進み、要求が終了事象を発生するかど
うかを判定する。要求による終了事象が発生されないと
すると、第２のI/Oエンジンはステップ80へ進み、それ
が実行される。要求がある事象を発生するものとする
と、ステップ81において第２のI/Oエンジンは主I/Oエン
ジンから対応する事象を待つ。
求があることを第２のメッセージレベルが決定する。判
定ブロック76においては、要求を実行するために第２の
プロセッサが求められるかどうかについての判定が行わ
れる。第２のI/Oエンジンが要求を実行するものとする
と、第２のI/Oエンジンはステップ77へ進み、その要求
を実行する。要求の実行の後で、第２のI/Oエンジンは
終了を主I/Oエンジンへ知らせる。第２のI/Oエンジンが
要求を実行しないものとすると、第２のI/Oエンジンは
判定ブロック79へ進み、要求が終了事象を発生するかど
うかを判定する。要求による終了事象が発生されないと
すると、第２のI/Oエンジンはステップ80へ進み、それ
が実行される。要求がある事象を発生するものとする
と、ステップ81において第２のI/Oエンジンは主I/Oエン
ジンから対応する事象を待つ。
サーバ同期化シーケンス 第２のシステムと主システムの同期化中は、OSエンジ
ンの全「状態」、およびOSエンジンの状態に関連する主
I/Oエンジンの状態を第２のシステムへ通信せねばなら
ない。主システムと第２のシステムの同期化を開始する
ために、主OSエンジン・システムが新しい事象が「飢
え」させられる。すなわち、新しい事象が主システムの
事象待ち行列へ供給されない。主システムのメッセージ
待ち行列が空にされたあとで、主システムOSエンジンは
ループして、新しい事象を待つ。OSエンジンが新しい事
象を待っている時は、それは再び安定状態にあり、新し
い事象に遭遇するまでそのままになっている。そうする
とOSエンジンの全状態がOSエンジンのメモリ画像内に含
まれる。それからそのメモリ画像は第２のシステムへ単
に転送させる。最後に、両方のOSエンジンへ新しい事象
の同じセットが与えられ、互いにミラーリングを開始す
る。
ンの全「状態」、およびOSエンジンの状態に関連する主
I/Oエンジンの状態を第２のシステムへ通信せねばなら
ない。主システムと第２のシステムの同期化を開始する
ために、主OSエンジン・システムが新しい事象が「飢
え」させられる。すなわち、新しい事象が主システムの
事象待ち行列へ供給されない。主システムのメッセージ
待ち行列が空にされたあとで、主システムOSエンジンは
ループして、新しい事象を待つ。OSエンジンが新しい事
象を待っている時は、それは再び安定状態にあり、新し
い事象に遭遇するまでそのままになっている。そうする
とOSエンジンの全状態がOSエンジンのメモリ画像内に含
まれる。それからそのメモリ画像は第２のシステムへ単
に転送させる。最後に、両方のOSエンジンへ新しい事象
の同じセットが与えられ、互いにミラーリングを開始す
る。
本発明の同期化シーケンスを示す流れ図が図６に示さ
れている。ステップ85〜89は主サーバの状態および遷移
を表す。ステップ90〜93は第２のサーバの状態および遷
移を表す。主サーバは最初は状態S2にあり、ステップ8
5、第２のサーバは最初へ状態S1（I/Oエンジンのみ）に
ある、ステップ90。
れている。ステップ85〜89は主サーバの状態および遷移
を表す。ステップ90〜93は第２のサーバの状態および遷
移を表す。主サーバは最初は状態S2にあり、ステップ8
5、第２のサーバは最初へ状態S1（I/Oエンジンのみ）に
ある、ステップ90。
I/Oエンジンは同期化シーケンシングを調整する。同
期化するためのコマンドがサーバへ与えられると、主I/
Oエンジンの管理ソフトウェアが同期化の用意をする、
ステップ86。これにより、種々のドライバ支持層がOSエ
ンジンと通信する事が許され、同期化を阻止するどのよ
うなタスクも終了させる。主システムはOSエンジンの
「飢え」を開始させ、OSエンジンから要求を取ることを
同様に停止させる。
期化するためのコマンドがサーバへ与えられると、主I/
Oエンジンの管理ソフトウェアが同期化の用意をする、
ステップ86。これにより、種々のドライバ支持層がOSエ
ンジンと通信する事が許され、同期化を阻止するどのよ
うなタスクも終了させる。主システムはOSエンジンの
「飢え」を開始させ、OSエンジンから要求を取ることを
同様に停止させる。
次に、I/Oエンジンにより実行されているどのような
未解決の要求も終了させられる（および適切な終了事象
がOSエンジン・メモリ画像へ転送されるが、隠されて、
この時にはOSエンジンへ与えられない）。ステップ87お
よび91においては、I/Oエンジンは状態情報を交換す
る。I/Oエンジンが相互の状態に気がつき、第２のI/Oエ
ンジンがOSエンジンからの任意の未解決な状態に気がつ
くようになるように、主I/Oエンジンがそれの状態情報
を第２のI/Oエンジンへ供給する。このステップは第２
のI/Oエンジン・シーケンスのステップ91により表され
る。
未解決の要求も終了させられる（および適切な終了事象
がOSエンジン・メモリ画像へ転送されるが、隠されて、
この時にはOSエンジンへ与えられない）。ステップ87お
よび91においては、I/Oエンジンは状態情報を交換す
る。I/Oエンジンが相互の状態に気がつき、第２のI/Oエ
ンジンがOSエンジンからの任意の未解決な状態に気がつ
くようになるように、主I/Oエンジンがそれの状態情報
を第２のI/Oエンジンへ供給する。このステップは第２
のI/Oエンジン・シーケンスのステップ91により表され
る。
ステップ88においては、主I/OエンジンがOSエンジン
・メモリ画像を第２のサーバへ転送する。これは、第２
のI/OエンジンがOSエンジン・メモリ画像を主サーバか
ら受ける第２のサーバ・シーケンスのステップ92に対応
する。
・メモリ画像を第２のサーバへ転送する。これは、第２
のI/OエンジンがOSエンジン・メモリ画像を主サーバか
ら受ける第２のサーバ・シーケンスのステップ92に対応
する。
ステップ89においては、同期化は終了し、主システム
は状態S3（第２のを有する主）にある。同様に、第２の
サーバの対応するステップ93において、同期化プロセス
が終了し、第２のサーバは状態S4にある。
は状態S3（第２のを有する主）にある。同様に、第２の
サーバの対応するステップ93において、同期化プロセス
が終了し、第２のサーバは状態S4にある。
同期化シーケンス中にサーバまたは通信に障害起きる
ことがある。主システムに障害が起きたり、サーバ間通
信リンクに障害が起きたとすると、第２のシステムは同
様に停止せねばならない。第２のシステムに障害が生ず
るか、通信リンクに障害が生じたとすると、主システム
を回復して「PrimaryNoSecondary」S2状態へ戻らねばな
らない。それらの状態は同期化シーケンス中の異なる時
刻に知らせられねばならない。変化が起きた後で、隠さ
れていて待ち行列に入れられた事象がOSエンジンへ戻さ
れ、I/OエンジンがOSエンジンからの要求の処理を再び
開始する。同期化中に障害が発生したとすると、I/Oエ
ンジン管理ソフトウェアは、同期させるために行われた
どのような変更も元へ戻し、非鏡映された状態へ戻す必
要がある。
ことがある。主システムに障害が起きたり、サーバ間通
信リンクに障害が起きたとすると、第２のシステムは同
様に停止せねばならない。第２のシステムに障害が生ず
るか、通信リンクに障害が生じたとすると、主システム
を回復して「PrimaryNoSecondary」S2状態へ戻らねばな
らない。それらの状態は同期化シーケンス中の異なる時
刻に知らせられねばならない。変化が起きた後で、隠さ
れていて待ち行列に入れられた事象がOSエンジンへ戻さ
れ、I/OエンジンがOSエンジンからの要求の処理を再び
開始する。同期化中に障害が発生したとすると、I/Oエ
ンジン管理ソフトウェアは、同期させるために行われた
どのような変更も元へ戻し、非鏡映された状態へ戻す必
要がある。
主サーバ障害による遷移 第２のシステムに障害が存在すると、待ち行列に組み
入れられて第２のシステムへ送られる全てのメッセージ
は捨てられる。そのメッセージがOSエンジン事象である
ならば、それらのメッセージはOSエンジンへ単に供給さ
れる。I/Oエンジンのドライバ支持層は、第２のシステ
ムからの未決の通知を待っていたどのような要求も終了
する。
入れられて第２のシステムへ送られる全てのメッセージ
は捨てられる。そのメッセージがOSエンジン事象である
ならば、それらのメッセージはOSエンジンへ単に供給さ
れる。I/Oエンジンのドライバ支持層は、第２のシステ
ムからの未決の通知を待っていたどのような要求も終了
する。
多数のOSエンジンおよび余分なプロセッサ 以上、単一のOSエンジンをおのおの有する主サーバお
よび第２のサーバに関連して本発明を説明した。本発明
の別の実施例が図７に示されている。この実施例では主
サーバと第２のサーバの少なくとも一方が１つまたは複
数のOSエンジンを有することができる。図７を参照する
と、主サーバは３つのプロセッサで構成される。プロセ
ッサ１は主サーバのI/Oエンジンを実現する。第１のOS
エンジンと第２のOSエンジンがそれぞれプロセッサ２と
３により実現される。
よび第２のサーバに関連して本発明を説明した。本発明
の別の実施例が図７に示されている。この実施例では主
サーバと第２のサーバの少なくとも一方が１つまたは複
数のOSエンジンを有することができる。図７を参照する
と、主サーバは３つのプロセッサで構成される。プロセ
ッサ１は主サーバのI/Oエンジンを実現する。第１のOS
エンジンと第２のOSエンジンがそれぞれプロセッサ２と
３により実現される。
同様に、第２のサーバはI/Oエンジンを実現する第１
のプロセッサと、第１のOSエンジンと第２のOSエンジン
を実現する第３のプロセッサとを有する。動作時には、
各OSエンジンが同じ事象で動作するように、多数の事象
待ち行列が各OSエンジンのために維持される。このよう
にして、１つのサーバに障害が生じたときに別のサーバ
が動作を開始できるように、各OSエンジンの状態をほば
同一に維持できる。
のプロセッサと、第１のOSエンジンと第２のOSエンジン
を実現する第３のプロセッサとを有する。動作時には、
各OSエンジンが同じ事象で動作するように、多数の事象
待ち行列が各OSエンジンのために維持される。このよう
にして、１つのサーバに障害が生じたときに別のサーバ
が動作を開始できるように、各OSエンジンの状態をほば
同一に維持できる。
以上、フォルトトレラント・コンピュータ装置につい
て説明した。
て説明した。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 パウエル，カイル アメリカ合衆国 84606−6194 ユタ 州・プロヴォ・イースト 1700 サウ ス・122・ノーヴェル・イン コーポレ ーテッド内 (72)発明者 ネイバー，デイル アメリカ合衆国 84606−6194 ユタ 州・プロヴォ・イースト 1700 サウ ス・122・ノーヴェル・イン コーポレ ーテッド内 (56)参考文献 特開 昭59−133663（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 11/16 - 11/20 G06F 15/16 - 15/177
Claims (16)
- 【請求項１】フォルトトレラント・コンピュータ装置の
動作のために、第１のオペレーティングシステム（OS）
エンジンと第１の入力／出力（I/O）エンジンとを備え
る第１の処理手段を提供する過程と、 第２のオペレーティングシステム（OS）エンジンと第２
の入力／出力（I/O）エンジンとを備える第２の処理手
段を提供する過程と、 前記第１の処理手段の状態を決定し、その状態を前記第
２の処理手段へ供給する過程と、 前記第１のOSエンジンの状態を変化させ得るオペレーシ
ョンを事象として定める過程と、 事象を前記第１のI/Oエンジンへ供給し、前記事象それ
ぞれをメッセージへ変換する過程と、 前記メッセージを、前記第１のOSエンジン内の第１のメ
ッセージ待ち行列と前記第２のOSエンジン内の第２のメ
ッセージ待ち行列とへ供給する過程と、 前記第１および第２のOSエンジンにおいて、前記第１お
よび第２の処理手段に障害未発生の間に前記第１および
第２のメッセージ待ち行列中の同一のメッセージの実行
を行う、メッセージの実行を行う過程と、 前記第１の処理手段の障害発生時に前記コンピュータ装
置の動作を、欠落を生じさせることなく、前記第２の処
理手段へと移す過程と を備えるフォルトトレラント・コンピュータ装置を提供
する方法。 - 【請求項２】請求項１記載の方法において、 前記第１の処理手段が動作しない時に各事象を前記第２
のI/Oエンジンへ供給する過程と、 各前記事象を前記第２のI/Oエンジン内でメッセージへ
変換する過程と、 前記第２のOSエンジンにより実行をするために、前記第
２のOSエンジン内の前記第２のメッセージ待ち行列へ前
記メッセージを供給する過程と、 を含む方法。 - 【請求項３】請求項１記載の方法において、前記第１の
処理手段の状態を決定し、その状態を前記第２の処理手
段へ供給する過程は、 前記第１のOSエンジンが利用できる任意のメッセージ
を、前記第１のOSエンジンが安定な状態を達成するま
で、前記第１のOSエンジンにおいて実行する過程と、 前記第１のOSエンジンのメモリ画像を前記第１のI/Oエ
ンジンを介して前記第２の処理手段へ転送する過程と、 を備える方法。 - 【請求項４】請求項１記載の方法において、前記第１の
処理手段が少なくとも１つのプロセッサを備える方法。 - 【請求項５】請求項１記載の方法において、前記第２の
処理手段が少なくとも１つのプロセッサを備える方法。 - 【請求項６】請求項１記載の方法において、 入力／出力動作を行うための要求を前記OSエンジン内で
発生する過程と、 前記第１のOSエンジンにより実行をするために前記要求
を前記第１のOSエンジン内の第１の待ち行列へ供給する
過程と、 を更に含む方法。 - 【請求項７】請求項１記載の方法において、前記事象は
非同期である方法。 - 【請求項８】フォルトトレラント・コンピュータ装置の
動作のために、第１のオペレーティングシステム（OS）
エンジンと第１の入力／出力（I/O）エンジンとを備え
る第１の処理手段を備え、この第１のI/Oエンジンは、
前記第１のOSエンジンからアクセス可能な第１のメッセ
ージ待ち行列を介して前記第１のOSエンジンと通信で
き、 第２のオペレーティングシステム（OS）エンジンと第２
の入力／出力（I/O）エンジンとを備える第２の処理手
段を備え、この第２のI/Oエンジンは、前記第２のOSエ
ンジンからアクセス可能な第２のメッセージ待ち行列を
介して前記第２のOSエンジンと通信でき、 前記第１のI/Oエンジンは、第１のバスを介して前記第
２のI/Oエンジンへ結合され、 前記第１のI/Oエンジンには、前記第１のOSエンジンの
状態を変化させ得るオペレーションをメッセージへと変
換する変換手段が備えられ、 前記第１のI/Oエンジンは前記メッセージを、前記第１
のOSエンジンからのアクセスに備えて前記第１のメッセ
ージ待ち行列へと送り、かつ、前記第２のI/Oエンジン
を介して、前記第２のOSエンジンからのアクセスに備え
て前記第２のメッセージ待ち行列へと送り、 前記第１のOSエンジンおよび前記第２のOSエンジンは、
前記第１および第２の処理手段に障害未発生の間に前記
第１および第２のメッセージ待ち行列中の同一のメッセ
ージの実行を行う、メッセージの実行を行う手段を有
し、 前記第１の処理手段の障害発生時に前記コンピュータ装
置の動作を、欠落を生じさせることなく、前記第２の処
理手段へと移す手段を備えている ことを特徴とするフォルトトレラント・コンピュータ装
置。 - 【請求項９】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記第１の処理手段は少なくとも１つのプロセッサ
を備えるコンピュータ装置。 - 【請求項１０】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記第２の処理手段は少なくとも１つのプロセッサ
を備えるコンピュータ装置。 - 【請求項１１】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記第１の処理手段へ結合され、前記第１のOSエン
ジンの前記状態に対応するメモリ画像を記憶する第１の
記憶手段を更に含むコンピュータ装置。 - 【請求項１２】請求項11記載のコンピュータ装置におい
て、前記第２の処理手段へ結合され、前記第２のOSエン
ジンの前記状態に対応するメモリ画像を記憶する第２の
記憶手段を更に含むコンピュータ装置。 - 【請求項１３】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記第１のOSエンジンは前記コンピュータ装置の命
令の実行を制御するコンピュータ装置。 - 【請求項１４】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記第１および第２のI/Oエンジンは入力装置およ
び出力装置との通信を制御するコンピュータ装置。 - 【請求項１５】請求項13記載のコンピュータ装置におい
て、前記第１のOSエンジンが前記コンピュータ装置の命
令の実行をできない時に、前記第２のOSエンジンが前記
命令の実行を制御するコンピュータ装置。 - 【請求項１６】請求項８記載のコンピュータ装置におい
て、前記メッセージは同期事象と非同期事象を備えるコ
ンピュータ装置。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/586,807 US5157663A (en) | 1990-09-24 | 1990-09-24 | Fault tolerant computer system |
| US586,807 | 1990-09-24 | ||
| PCT/US1991/005679 WO1992005487A1 (en) | 1990-09-24 | 1991-08-09 | Fault tolerant computer system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06504389A JPH06504389A (ja) | 1994-05-19 |
| JP3156083B2 true JP3156083B2 (ja) | 2001-04-16 |
Family
ID=24347179
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP51451591A Expired - Lifetime JP3156083B2 (ja) | 1990-09-24 | 1991-08-09 | フォルトトレラント・コンピュータ装置 |
Country Status (13)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US5157663A (ja) |
| EP (1) | EP0550457B1 (ja) |
| JP (1) | JP3156083B2 (ja) |
| KR (1) | KR0137406B1 (ja) |
| AT (1) | ATE152261T1 (ja) |
| AU (1) | AU660939B2 (ja) |
| BR (1) | BR9106875A (ja) |
| CA (1) | CA2091993C (ja) |
| DE (1) | DE69125840T2 (ja) |
| FI (1) | FI101432B (ja) |
| NO (1) | NO302986B1 (ja) |
| RU (1) | RU2108621C1 (ja) |
| WO (1) | WO1992005487A1 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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