JP3943538B2 - 論理区画化データ処理システムにおいてエラーログを管理する方法 - Google Patents

Description

本発明は、全体として、改善されたデータ処理システム、より詳細にはエラー分析のための方法に関する。さらに詳しくは、本発明は、論理区画化データ処理システムにおける区画に関するログを検索するための方法を提供する。

データ処理システム（プラットフォーム）内の論理区画化（ＬＰＡＲ）機能は、単一のオペレーティングシステム（ＯＳ）の複数のコピーまたは複数の異種オペレーティングシステムが、単一のデータ処理システムプラットフォームにおいて同時に実行されることを可能にする。その内部でオペレーティングシステムイメージが走行する区画は、プラットフォームの資源の非重畳サブセットが割当てられる。これらのプラットフォーム割当て可能資源は、各自のインタラプト管理領域を備える１つ以上のアーキテクチャ的に別個のプロセッサ、システムメモリの領域、および入出力（Ｉ／Ｏ）アダプタバススロットを含む。区画の資源はプラットフォームのファームウェアによってＯＳイメージに表現される。

プラットフォーム内で実行する各個別のＯＳまたはＯＳのイメージは、１つの論理区画のソフトウェアエラーが他の区画のいずれの適正な動作に影響し得ないように、相互に保護されている。これは、個々のＯＳイメージによって直接管理されるプラットフォーム資源のばらばらの集合を割当て、それに割当てられていないいずれの資源も異なるイメージが制御できないように保証する機構を設けることによって得られる。さらに、オペレーティングシステムの割当てられた資源の制御におけるソフトウェアエラーが、いずれかの他のイメージの資源に影響を及ぼさないように予防される。従って、ＯＳの個々のイメージ（または個々の異なるＯＳ）は、プラットフォーム内の割当て可能資源の別個の集合を直接制御する。

ＬＰＡＲデータ処理システム内のオペレーティングシステムは、状態を検査し見つかったエラーを報告するためのルーチンを定期的に呼出し得る。このルーチンは、実行時抽象化サービス（ＲＴＡＳ）コンポーネントの一部であり、事象スキャンと呼ばれる。ＲＴＡＳは、オペレーティングシステムが、プラットフォーム特定コードを要求するようなプラットフォーム機能について知り、それらを操作しなくてもすむように設計されている。ＲＴＡＳは、ハードウェアレジスタといったハードウェアとのインタフェースとして呼出される。各区画はＲＴＡＳのコピーをメモリに有する。ＲＴＡＳは、インターナショナル・ビジネス・マシンズ・コーポレーション（International Business Machines Corporation）から入手可能な、アイ・ビー・エム・イーサーバ・ピーシリーズ（IBMeServer pSeries）製品に見られる。事象スキャン機能は、データ処理システムの各種サブシステムによって報告され得るエラーログを検査する。これらのサブシステムは例えば、サービスプロセッサ、オープンファームウェアおよびノンマスカブルマシンインタラプトコードを含む。これらのサブシステムのそれぞれは、オペレーティングシステムに関する報告されたエラーログを特定のロケーションに入れる。区画に関する報告可能ログを置くためにサービスプロセッサによって使用される１つのロケーションが、不揮発性ランダムアクセスメモリ（ＮＶＲＡＭ）である。事象スキャン機能は、新しい未報告エラーログを見つけるために、それらのコンポーネントによって使用される様々なロケーションを探索する。新しい未報告ログが識別されると、この機能は、ログをその報告先のオペレーティングシステムに報告し、それが以後新しい未報告のものとみなされないようにログをマークする。このようにログをマークすることによって、事象スキャン機能が後に再びログを報告することはない。付加的に、これは、ログによって占有された空間が新しい未報告ログで重ね書きされることを可能にする。

対称型マルチプロセッサモード機器構成において、全体のデータ処理システムは、１つのオペレーティングシステムによって所有される。その結果、事象スキャン機能のただ１つのインスタンスだけが呼出される。事象スキャン機能のただ１つのインスタンスだけにより、オペレーティングシステムに報告されたあらゆるエラーログは、古い報告済みのものとしてマークされ得る。ＬＰＡＲ環境において、いくつかの問題が明白になる。例えば、各ＬＰＡＲ区画により、事象スキャン機能のインスタンスが呼出され得る。個々の事象スキャン機能は、同じエラーログを各自のオペレーティングシステムに報告するように要求される。サブシステムが新しいエラーログを置くＮＶＲＡＭロケーションが閉塞されないようにすることが重要である。そうしなければ、エラーは見逃されるかもしれない。データ処理システムが始動された後数日または数ヶ月してブートされたＬＰＡＲシステム内の区画は、たとえエラーがその区画にとって新しいものとみなされるかもしれないとしても、古くなったエラーログを受取る理由はまったくない。ＬＰＡＲシステムでは、１つの区画によって呼出される事象スキャン機能は、別の区画にとってはそのエラーログが古いまたは報告済みのものではないかもしれないので、エラーログを古い報告済みのものとしてマークすることができない。エラーログをマークできるこの能力がなければ、ログは除去できず、メモリ空間が使い果たされるまで新しいエラーログの追加を防ぐことができない。

従って、ＬＰＡＲデータ処理システムにおいてエラーログを報告するための改善された方法を有することが有利であろう。

本発明は、エラーログを管理するための方法を提供する。エラー情報にアクセスするために、論理区画化データ処理システムにおける複数の区画内の区画から要求が受取られる。エラー情報がバッファに入っているかどうかについて判断がなされる。エラー情報がバッファに存在しないということに応答して、エラー情報は不揮発性メモリから検索される。不揮発性メモリから検索された取得エラー情報は、バッファに記憶される。このエラー情報は、所定の時限の間だけバッファに記憶される。その時限の後、このエラー情報はバッファから削除または除去される。このようにして、古くなったエラー情報はそれらの複数の区画に返されない。

ここで、各図に関して、特に図１に関して説明すれば、本発明が具体化され得るデータ処理システムのブロック図が図示されている。データ処理システム１００は、システムバス１０６に接続された複数のプロセッサ１０１、１０２、１０３および１０４を含む対称型マルチプロセッサ（ＳＭＰ）システムとすることができる。例えば、データ処理システム１００は、ネットワーク内のサーバとして具体化された、インターナショナル・ビジネス・マシンズ・コーポレーション（ニューヨーク州アーモンク）の製品、ＩＢＭ ＲＳ／６０００とすることができる。代替的に、単一プロセッサシステムを使用することもできる。また、システムバス１０６には、複数のローカルメモリ１６０〜１６３とのインタフェースとなる、メモリコントローラ／キャッシュ１０８が接続されている。入出力バスブリッジ１１０がシステムバス１０６と接続され、入出力バス１１２とのインタフェースとなる。メモリコントローラ／キャッシュ１０８および入出力バスブリッジ１１０は、図示のように統合され得る。

データ処理システム１００は、論理区画化データ処理システムである。従って、データ処理システム１００は、同時に走行する複数の異種のオペレーティングシステム（または単一のオペレーティングシステムの複数のインスタンス）を有することができる。これらの複数のオペレーティングシステムの各々は、その内部で実行する任意の数のソフトウェアプログラムを有することができる。データ処理システム１００は、論理的に区画化されており、その結果、種々のＰＣＩ入出力アダプタ１２０〜１２１、１２８〜１２９および１３６、グラフィックスアダプタ１４８およびハードディスクアダプタ１４９が異なる論理区画に割当てられ得る。この場合、グラフィックスアダプタ１４８は表示装置（図示せず）に接続を付与し、ハードディスクアダプタ１４９はハードディスク１５０を制御するための接続を付与する。

このようにして、例えば、データ処理システム１００が３つの論理区画Ｐ１、Ｐ２およびＰ３に分割されていると仮定する。ＰＣＩ入出力アダプタ１２０〜１２１、１２８〜１２９および１３６のそれぞれ、グラフィックスアダプタ１４８、ハードディスクアダプタ１４９、ホストプロセッサ１０１〜１０４のそれぞれ、およびローカルメモリ１６０〜１６３のそれぞれは、３つの区画のうちの１つに割当てられる。例えば、プロセッサ１０１、ローカルメモリ１６０および、入出力アダプタ１２０、１２８および１２９は、論理区画Ｐ１に割当てられ得る。プロセッサ１０２〜１０３、ローカルメモリ１６１および、ＰＣＩ入出力アダプタ１２１および１３６は、区画Ｐ２に割当てられ得る。そして、プロセッサ１０４、ローカルメモリ１６２〜１６３、グラフィックスアダプタ１４８およびハードディスクアダプタ１４９は、論理区画Ｐ３に割当てられ得る。

データ処理システム１００内で実行する個々のオペレーティングシステムは、異なる論理区画に割当てられる。従って、データ処理システム１００内で実行する各オペレーティングシステムは、その論理区画内にあるそれらの入出力装置にのみアクセスし得る。従って例えば、ＡＩＸオペレーティングシステムの１つのインスタンスが区画Ｐ１内で実行しており、ＡＩＸオペレーティングシステムの第２のインスタンス（イメージ）が区画Ｐ２内で実行しており、ウィンドウズ（登録商標）ＸＰオペレーティングシステムが論理区画Ｐ３内で動作し得る。ウィンドウズＸＰはワシントン州レドモンドのマイクロソフト・コーポレーション（Microsoft Corporation）の製品および商標である。

入出力バス１１２に接続されたペリフェラル・コンポーネント・インターコネクト（ＰＣＩ）ホストブリッジ１１４は、ＰＣＩローカルバス１１５とのインタフェースとなる。多数のＰＣＩ入出力アダプタ１２０〜１２１が、ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１１６、ＰＣＩバス１１８、ＰＣＩバス１１９、入出力スロット１７０および入出力スロット１７１を介してＰＣＩバス１１５に接続され得る。ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１１６は、ＰＣＩバス１１８およびＰＣＩバス１１９とのインタフェースとなる。ＰＣＩ入出力アダプタ１２０および１２１が、それぞれ入出力スロット１７０および１７１に入れられている。典型的なＰＣＩバスの具体化は、４〜８つの入出力アダプタ（すなわちアドインコネクタ用拡張スロット）をサポートするはずである。個々のＰＣＩ入出力アダプタ１２０〜１２１は、データ処理システム１００と、例えばデータ処理システム１００にとってクライアントである他のネットワークコンピュータといった入出力装置との間のインタフェースとなる。

追加のＰＣＩホストブリッジ１２２は、追加のＰＣＩバス１２３とのインタフェースとなる。ＰＣＩバス１２３は複数のＰＣＩ入出力アダプタ１２８〜１２９に接続されている。ＰＣＩ入出力アダプタ１２８〜１２９は、ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１２４、ＰＣＩバス１２６、ＰＣＩバス１２７、入出力スロット１７２および入出力スロット１７３を介してＰＣＩバス１２３に接続され得る。ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１２４は、ＰＣＩバス１２６およびＰＣＩバス１２７とのインタフェースとなる。ＰＣＩ入出力アダプタ１２８および１２９が、それぞれ入出力スロット１７２および１７３に入れられている。このようにして、例えばモデムまたはネットワークアダプタといった追加の入出力装置は、ＰＣＩ入出力アダプタ１２８〜１２９のそれぞれを介してサポートされ得る。このようにして、データ処理システム１００は複数のネットワークコンピュータとの接続を可能にする。

入出力スロット１７４に挿入されたメモリマップドグラフィックスアダプタ１４８は、ＰＣＩバス１４４、ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１４２、ＰＣＩバス１４１およびＰＣＩホストブリッジ１４０を介して入出力バス１１２に接続され得る。ハードディスクアダプタ１４９は、ＰＣＩバス１４５に接続されている入出力スロット１７５に入れることができる。転じて、このバスはＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１４２に接続されており、後者はＰＣＩバス１４１によってＰＣＩホストブリッジ１４０に接続されている。

ＰＣＩホストブリッジ１３０が、入出力バス１１２と接続するためにＰＣＩバス１３１のインタフェースとなっている。ＰＣＩ入出力アダプタ１３６は、ＰＣＩバス１３３によってＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１３２に接続されている入出力スロット１７６と接続されている。ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１３２はＰＣＩバス１３１に接続されている。このＰＣＩバスはまた、ＰＣＩホストブリッジ１３０を、サービスプロセッサメールボックスインタフェース・ＩＳＡバスアクセスパススルー論理１９４およびＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ１３２に接続している。サービスプロセッサメールボックスインタフェース・ＩＳＡバスアクセスパススルー論理１９４は、ＰＣＩ／ＩＳＡブリッジ１９３に向けられたＰＣＩアクセスを転送する。ＮＶＲＡＭ記憶装置１９２はＩＳＡバス１９６に接続されている。サービスプロセッサ１３５は、そのローカルＰＣＩバス１９５を介してサービスプロセッサメールボックスインタフェース・ＩＳＡバスアクセスパススルー論理１９４に結合される。サービスプロセッサ１３５はまた、複数のＪＴＡＧ／Ｉ^２Ｃバス１３４を通じてプロセッサ１０１〜１０４に接続されている。ＪＴＡＧ／Ｉ^２Ｃバス１３４は、ＪＴＡＧ／スキャンバス（ＩＥＥＥ１１４９．１参照）とフィリップス（Phillips）のＩ^２Ｃバスとの組合せである。しかし、代替的に、ＪＴＡＧ／Ｉ^２Ｃバス１３４は、フィリップスＩ^２Ｃバスのみか、またはＪＴＡＧ／スキャンバスのみによって代用され得る。ホストプロセッサ１０１、１０２、１０３および１０４の全部のＳＰ−ＡＴＴＮ信号は、サービスプロセッサの割込み入力信号と一緒に接続される。サービスプロセッサ１３５は、自己自身のローカルメモリ１９１を有し、ハードウェア操作パネル１９０にアクセスできる。

データ処理システム１００が最初に電源投入される時、サービスプロセッサ１３５は、ＪＴＡＧ／Ｉ^２Ｃバス１３４を使用して、システム（ホスト）プロセッサ１０１〜１０４、メモリコントローラ／キャッシュ１０８および入出力ブリッジ１１０に問い合わせる。このステップの完了時に、サービスプロセッサ１３５は、データ処理システム１００のインベントリおよびトポロジを理解する。サービスプロセッサ１３５はまた、ホストプロセッサ１０１〜１０４、メモリコントローラ／キャッシュ１０８および入出力ブリッジ１１０に問い合わせて見つかった全部の要素に関してビルトインセルフテスト（ＢＩＳＴ）、ベーシックアシュアランステスト（ＢＡＴ）およびメモリテストを実行する。ＢＩＳＴ、ＢＡＴおよびメモリテストの間に検出された故障に関するあらゆるエラー情報が、サービスプロセッサ１３５によって収集され報告される。

ＢＩＳＴ、ＢＡＴおよびメモリテストの間に故障であるとわかった要素を取り除いた後にシステム資源の有効／妥当な機器構成が依然可能であれば、データ処理システム１００は、ローカル（ホスト）メモリ１６０〜１６３に実行可能コードをロードすることに進むことが許される。サービスプロセッサ１３５はその後、ローカルメモリ１６０〜１６３にロードされたコードの実行のためにホストプロセッサ１０１〜１０４を解放する。ホストプロセッサ１０１〜１０４がデータ処理システム１００内の各自のオペレーティングシステムからコードを実行している間、サービスプロセッサ１３５はエラーの監視および報告モードに入る。サービスプロセッサ１３５によって監視される項目の形式は、例えば、冷却ファンの速度および動作、温度センサ、電源調整器ならびに、プロセッサ１０１〜１０４、ローカルメモリ１６０〜１６３および入出力ブリッジ１１０によって報告される回復可能および非回復可能エラーを含む。

サービスプロセッサ１３５は、データ処理システム１００における全部の監視項目に関連するエラー情報を保存し報告することに責任を負う。サービスプロセッサ１３５はまた、エラーの形式および規定のしきい値に基づいてアクションを取る。例えば、サービスプロセッサ１３５は、プロセッサのキャッシュメモリの過剰な回復可能エラーを注意し、それがハードウェア障害の前兆となるものかを判断することができる。この判断に基づき、サービスプロセッサ１３５は、現在の実行中のセッションおよび以後の初期プログラムロード（ＩＰＬ）の間におけるデコンフィギュレーションのためにその資源をマークできる。ＩＰＬは時に「ブート」または「ブートストラップ」とも呼ばれる。

データ処理システム１００は、各種の市販のデータ処理システムを用いて具体化され得る。例えば、データ処理システム１００は、インターナショナル・ビジネス・マシンズ・コーポレーションから入手可能なアイ・ビー・エム・イーサーバ・ピーシリーズ（IBM eServer iSeries）モデル８４０システムを用いて具体化され得る。当該システムは、やはりインターナショナル・ビジネス・マシンズ・コーポレーションから入手可能なＯＳ／４００オペレーティングシステムを用いた論理区画化をサポートすることができる。

当業者は、図１に図示されたハードウェアが変更し得ることを理解するであろう。例えば、光ディスクドライブなどといった他の周辺装置もまた、図示されたハードウェアに加えて、またはそれに代えて使用され得る。図示された例は、本発明に関するアーキテクチャ上の限定を含意するものではない。

ここで図２に関して説明すれば、本発明が具体化され得る例示的な論理区画化プラットフォームのブロック図が図示されている。論理区画化プラットフォーム２００のハードウェアは、例えば図１のデータ処理システム１００と同様に具体化され得る。論理区画化プラットフォーム２００は、区画化ハードウェア２３０、オペレーティングシステム２０２、２０４、２０６、２０８および、ハイパバイザ２１０を含む。オペレーティングシステム２０２、２０４、２０６および２０８は、プラットフォーム２００上で同時に走行する単一のオペレーティングシステムの複数のコピーまたは複数の異種のオペレーティングシステムとすることができる。これらのオペレーティングシステムは、ハイパバイザとインタフェースをとるように設計されているＯＳ／４００を用いて具体化され得る。オペレーティングシステム２０２、２０４、２０６および２０８は、区画２０３、２０５、２０７および２０９にある。付加的に、これらの区画はファームウェアローダ２１１、２１３、２１５および２１７も含む。これらのファームウェアローダは、ＲＴＡＳを用いて具体化され得る。区画２０３、２０５、２０７および２０９がインスタンス化される時、オープンファームウェアのコピーが、ハイパバイザの区画マネージャによって各区画にロードされる。区画に関係づけられたかまたは割当てられたプロセッサはその後、区画ファームウェアを実行するために区画のメモリにディスパッチされる。

区画化ハードウェア２３０は、複数のプロセッサ２３２〜２３８、複数のシステムメモリ装置２４０〜２４６、複数の入出力（Ｉ／Ｏ）アダプタ２４８〜２６２、および記憶装置２７０を含む。区画化ハードウェア２３０はまた、区画におけるエラーの処理といった各種サービスを提供するために使用され得るサービスプロセッサ２９０も含む。プロセッサ２３２〜２３８、メモリ装置２４０〜２４６、ＮＶＲＡＭ記憶装置２９８および入出力アダプタ２４８〜２６２のそれぞれは、そのそれぞれがオペレーティングシステム２０２、２０４、２０６および２０８のうちの１つに対応している、論理区画化プラットフォーム２００内の複数の区画に割当てられ得る。ＮＶＲＡＭ記憶装置２９８のほとんどは異なる区画による使用のために区画化されているが、このＮＶＲＡＭはまた、サービスプロセッサがログを置き、区画の全部によってアクセスされる共通領域も含む。

区画管理ファームウェア（ハイパバイザ）２１０は、論理区画化プラットフォーム２００の区画化を創成し実施するために区画２０３、２０５、２０７および２０９のための多数の機能およびサービスを実行する。ハイパバイザ２１０は基礎となるハードウェアと同一のファームウェア具体化仮想マシンである。ハイパバイザソフトウェアは、インターナショナル・ビジネス・マシンズ・コーポレーションから入手可能である。ファームウェアは、例えばリードオンリメモリ（ＲＯＭ）、プログラマブルＲＯＭ（ＰＲＯＭ）、消去可能プログラム可能ＲＯＭ（ＥＰＲＯＭ）、電気的消去可能なＰＲＯＭ（ＥＥＰＲＯＭ）および不揮発性ランダムアクセスメモリ（不揮発性ＲＡＭ）といった、電力を要さずにその内容を保持するメモリチップに記憶された「ソフトウェア」である。従って、ハイパバイザ２１０は、論理区画化プラットフォーム２００の全部のハードウェア資源を仮想化することによって独立したＯＳイメージ２０２、２０４、２０６および２０８の同時実行を可能にする。

本発明は、論理区画化データ処理システムにおける異なる区画へのエラー情報の報告を管理するための方法を提供する。本発明の機構はエラーログをバッファにコピーする。これらの事例において、バッファは、異なる区画によって呼出され得る事象スキャン機能の全部のインスタンスによってアクセス可能である。情報は、図２のＮＶＲＡＭ ２９８といったエラーログを記憶するために通常使用されるロケーションからコピーされる。エラーログがバッファにコピーされると、このログは、古い報告済みのものとしてＮＶＲＡＭにおいてマークされる。付加的に、バッファにコピーされるログは満了タイムスタンプが割当てられるかまたは付与される。このタイムスタンプは、ログがバッファから削除または除去できる時を決定するために使用される。このバッファは、区画ログバッファとも称する。区画ログバッファは、データ処理システムの様々な場所に置くことができる。例えば、区画ログバッファは、図１のローカルメモリ１６０といったローカルメモリに置くことができる。このバッファはまた、ハードディスクドライブやテープドライブといった記憶装置に置くことができる。このようにして、エラーログが、所定の時限以内にはＬＰＡＲシステムのあらゆる区画に使用可能になり得る。従って、マシンが始動されて数日または数ヶ月後にブートまたは始動された区画は、それらの特定の区画にとってはそれらのログが新しいかもしれなくても、古くなったエラーログを見ることはない。

ここで図３に目を向ければ、エラーログを管理する際に使用されるコンポーネントを例示する図が、本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。この事例において、区画管理ファームウェア３００は、図２の区画管理ファームウェア２１０といったハイパバイザを用いて具体化され得る。このファームウェアは、事象スキャン機能に類似の機能を含む。しかし、その機能は、区画ログバッファ３０２においてログを管理することを含む。このバッファは、区画３０４といった区画によってアクセスされるはずのログを記憶するために使用される。ＮＶＲＡＭ ３０６は、これらの事例で様々なサブシステムがエラーログを置くロケーションである。具体化に応じて他のロケーションを使用することもできる。データ処理システムが電源を切られた場合にこれらのログを保持するために、一般に不揮発性メモリが使用される。

区画３０４は、エラー情報を要求するためにファームウェアローダ３１０を介してオペレーティングシステム３０８の区画管理ファームウェア３００の事象スキャン機能を呼出すことができる。応答して、区画管理ファームウェア３００はログ検索機能を呼出し、この時、その呼出しは要求側区画番号およびログが置かれるべきメモリ領域を含む。このメモリ領域は、要求側区画がエラー情報を受取ることを期待する領域を識別する。この機能が、ログ３１２といったログが区画ログバッファ３０２に存在することを指示した場合、この機能は、その区画による使用のためにその呼出しで識別されたメモリ領域に情報をコピーする。

ログ検索機能が、その区画についていかなる新しいログも区画ログバッファ３０２に存在しないことを指示した場合、区画管理ファームウェア３００は新しい未報告のエラーログが存在するかどうかを決定するためにＮＶＲＡＭ ３０６を検査する。この事例では、ＮＶＲＡＭ ３０６はログ３１４およびログ３１６を含んでいる。これらのログのどちらも新しい未報告のものでなければ、区画管理ファームウェア３００は、いかなるエラー情報も存在しないことを指示するメッセージを呼出し側区画に返す。これらのログのうちの１つ以上が新しい未報告のものであれば、その新しい未報告のエラーログはＮＶＲＡＭ ３０６から区画ログバッファ３０２にコピーされる。これらの事例では、１つのログだけが区画ログバッファ３０２にコピーされる。当然ながら、具体化に応じて、複数のログがこのバッファにコピーされ得る。区画ログバッファ３０２にコピーされたエラーログは、そのログがいつ区画ログバッファ３０２から除去されるかを指示するために時限またはタイムスタンプと関係づけられる。さらに、区画ログバッファ３０２にコピーされたログは、ＮＶＲＡＭ ３０６内で古い報告済みのものであるとマークされる。新しいログが区画ログバッファ３０２にコピーされた後、区画管理ファームウェア３００は、区画ログバッファ３０２にログが存在するので、再びログ検索機能を呼出すことになる。

次に図４に目を向ければ、区画ログバッファの例示的構造を例示する図が本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。データ構造４００は、図３の区画ログバッファ３０２といった区画ログバッファを具体化するために使用されるデータ構造の１例である。この事例において、行４０２は、区画ログバッファにおける最新の記録されたログのためのインデックスである。行４０４は、ある特定の区画に報告された最も古いログがいずれであるかに関する、区画ごとのインデックスを識別する。行４０６は、区画ログバッファ内に記憶されたログの満了時間を記録するための区画ログバッファにおける領域を定義する。行４０８は、区画がエラーログを報告し始めたかどうかを識別するために使用される。行４１０は、エラーログのコピーを保持するために使用されるバッファを定義するために使用される。

この事例では、区画ログバッファの個々のエラーログは１Ｋバッファに記憶される。ログの満了時間は２時間であるように選定される。さらに、この特定の具体化では、区画ログバッファは６４のログを保持するように設計されている。当然ながら、特定のシステムおよび具体化に応じて、様々なサイズ、時間およびログ数が区画ログバッファについて選定され得る。

ここで図５に関して説明すれば、論理区画化データ処理システムにおいてエラーログを管理するために使用されるプロセスの流れ図が、本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。図５に例示されたプロセスは、図３の区画管理ファームウェア３００といった区画管理ファームウェアコンポーネントにおいて具体化され得る。

プロセスは、エラー情報の要求を受取ることによって始まる（ステップ５００）。この要求は、図３の区画３０４といった区画から受取る。ログ検索機能が呼出される（ステップ５０２）。この機能は、以下図６において詳細に説明する。区画ログバッファに存在するエラーログがログ検索機能によって区画にコピーまたは送られたかどうかについて判断がなされる（ステップ５０４）。エラーログがこの機能によってコピーまたは送られていなければ、不揮発性記憶装置が新しいログについて検査される（ステップ５０６）。この事例では、不揮発性記憶装置は、図３のＮＶＲＡＭ ３０６といったＮＶＲＡＭである。「新しい未報告の」エラーログが不揮発性記憶装置に存在するかどうかについて判断がなされる（ステップ５０８）。ログの管理を容易にするために、ヘッダがＮＶＲＡＭ ３０６に含入され得る。ヘッダは、ＮＶＲＡＭの各ログのロケーションおよび状態を記述している。これらの事例では、状態は単一バイトを用いて指示される。値０はログが古い報告済みのものであることを指示し、値１はログが新しい未報告のものであることを指示する。「新しい未報告の」エラーログが不揮発性記憶装置に存在する場合、ログ追加機能が呼出される（ステップ５１０）。この機能は、ログを不揮発性記憶装置から区画ログバッファにコピーするために使用される。その後、不揮発性記憶装置から区画ログバッファにコピーされたエラーログは、「古い報告済みのもの」としてマークされ（ステップ５１２）、プロセスは上述のステップ５０２に戻る。

再びステップ５０８に関して、「新しい未報告の」エラーログが不揮発性記憶装置に存在しなければ、プロセスは終了する。再びステップ５０４を参照して、ログ検索機能がエラー情報、エラーログを区画にコピーまたは送っていた場合もやはり、プロセスは終了する。

ここで図６に目を向ければ、ログを検索するために使用されるプロセスの流れ図が、本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。図６に例示されたプロセスは、図３の区画管理ファームウェア３００といった区画管理ファームウェアコンポーネントにおいて具体化され得る。この流れ図に例示された機能は、図５のステップ５０２において呼出されるログ検索機能の詳細な説明である。

プロセスは、区画に関する最も古い未報告ログを区画バッファログで検索することによって始まる（ステップ６００）。ログが区画ログバッファに存在するかどうかについて判断がなされる（ステップ６０２）。ログが存在した場合、ログの満了時間が検査される（ステップ６０４）。次に、ログが満了したかどうかについて判断がなされる（ステップ６０６）。この判断は、ログに割当てられたタイマまたはタイムスタンプを検査することによって行われ得る。ログが満了していなければ、ログは区画に返されて（ステップ６０８）、その後プロセスは終了する。これらの事例では、このログは、ログを記憶域にコピーし、この機能の呼出し側によって指定された区画番号を使用することによって、区画に返されるかまたは送られる。

再びステップ６０６に関して、ログが満了していた場合、ログ削除機能が呼出され（ステップ６１０）、その後プロセスは終了する。再びステップ６０２を参照して、ログが存在しなければ、プロセスはいかなるログも存在しないことを報告し（ステップ６１２）、その後プロセスは終了する。

ここで図７に関して説明すれば、ログを区画ログバッファにコピーするために使用されるプロセスの流れ図が、本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。図７に例示されたプロセスは、図３の区画管理ファームウェア３００といった区画管理ファームウェアコンポーネントにおいて具体化され得る。このプロセスは、図５のステップ５１０において呼出されるログ追加機能の詳細な説明である。

プロセスは、不揮発性記憶装置から区画ログバッファにエラーログをコピーすることによって始まる（ステップ７００）。現在時刻が取得される（ステップ７０２）。現在時刻に２時間が加算される（ステップ７０４）。この新しい時刻は満了タイムスタンプを形成し、ログに関係づけて記憶され（ステップ７０６）、その後プロセスは終了する。このタイムスタンプは、ログが満了したかどうかを判断するために使用される。

ここで図８に目を向ければ、区画ログバッファのログを削除するために使用されるプロセスの流れ図が、本発明の好ましい実施形態に従って図示されている。図８に例示されたプロセスは、図３の区画管理ファームウェア３００といった区画管理ファームウェアコンポーネントにおいて具体化され得る。この図に例示されたプロセスは、図６のステップ６１０において呼出されるログ削除機能の詳細な説明である。

プロセスは、区画ログバッファからログを消去することによって始まる（ステップ８００）。また、ログに関係づけられた満了時間も消去され（ステップ８０２）、その後プロセスは終了する。

このようにして、本発明は、論理区画化データ処理システムにおけるエラーログを管理するための改善された方法を提供する。具体的には、本発明の機構は、エラーを報告するために種々のサブシステムによって使用されるものとは別個のロケーションにエラーログを置く。別個のロケーションに置かれたエラーログは、いずれかの選定された時限が経過した後にこれらのログがバッファから削除されるように、満了時間と関係づけられる。このようにして、データ処理システムが始動された時から後刻にブートされる区画は、古くなったエラーログを受取らないことになる。

本発明は完全に機能するデータ処理システムの文脈において説明したが、当業者は、本発明のプロセスが命令のコンピュータ可読媒体の形態および多様な形態で分散させることができ、本発明がそうした分散を行うために実際に使用される信号担持媒体の特定の形式に関わらず等しく適用されることを理解するはずであることを指摘しておくことは重要である。コンピュータ可読媒体の例は、フロッピー（登録商標）ディスク、ハードディスクドライブ、ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ−ＲＯＭといった記録可能型媒体および、ディジタルおよびアナログ通信リンク、例えば無線周波および光波伝送といった伝送形式を用いた有線または無線通信リンクといった伝送型媒体を含む。コンピュータ可読媒体は、特定のデータ処理システムにおける実際の使用のために復号化される符号化フォーマットの形態を取ることができる。

本発明の記載は例示説明の目的で提示されており、徹底的なものであるように、または本発明を開示した形態に限定するように意図されていない。多くの修正および変更は、当業者には明白であろう。実施形態は、本発明の原理、その実際の応用を最善に説明し、他の当業者が、想定される特定の用途に適するような様々な修正を伴う様々な実施形態について本発明を理解できるようにするために選択され記載されたものである。

符号の説明

１００ データ処理システム
１０１、１０２、１０３、１０４ ホストプロセッサ
１０６ システムバス
１０８ メモリコントローラ／キャッシュ
１１０ 入出力ブリッジ
１１２ 入出力バス
１１４、１２２、１３０、１４０ ＰＣＩホストブリッジ
１１５、１１８、１１９、１２３、１２６、１２７、１３１、１３３、１４１、１４４、１４５ ＰＣＩバス
１１６、１２４、１３２、１４２ ＰＣＩ−ＰＣＩブリッジ
１２０、１２１、１２８、１２９、１３６ ＰＣＩ入出力アダプタ
１３４ ＪＴＡＧ／Ｉ^２Ｃバス
１３５ サービスプロセッサ
１４８ グラフィックスアダプタ
１４９ ハードディスクアダプタ
１５０ ハードディスク
１６０、１６１、１６２、１６３ ローカルメモリ
１７０、１７１、１７２、１７３、１７４、１７５、１７６ 入出力スロット
１９０ ハードウェア操作パネル
１９１ ローカルメモリ
１９２ ＮＶＲＡＭ記憶装置
１９４ サービスプロセッサメールボックスインタフェース・ＩＳＡバスアクセスパススルー論理
１９６ ＩＳＡバス
２００ 論理区画化プラットフォーム
２００ プラットフォーム
２０２、２０４、２０６、２０８ オペレーティングシステム
２０３、２０５、２０７、２０９ 区画
２１０ 区画管理ファームウェア（ハイパバイザ）
２１１、２１３、２１５、２１７ ファームウェアローダ
２３０ 区画化ハードウェア
２３２、２３４、２３６、２３８ プロセッサ
２４０、２４２、２４４、２４６ システムメモリ装置
２４８、２５０、２５２、２５４、２５６、２５８、２６０、２６２ 入出力アダプタ
２７０ 記憶装置
２９０ サービスプロセッサ
２９８ ＮＶＲＡＭ記憶装置
３００ 区画管理ファームウェア
３０２ 区画ログバッファ
３０４ 区画
３０６ ＮＶＲＡＭ
３０８ オペレーティングシステム
３１０ ファームウェアローダ
３１２、３１４、３１６ ログ
４００ データ構造
４０２、４０４、４０６、４０８、４１０ 行

Claims (1)

1. 論理区画化データ処理システムにおいてエラーログを管理する方法であって、
   前記論理区画化データ処理システムにおける複数の区画の各々に割り当てられ且つ区画管理ファームウェアを稼働中のプロセッサが、前記複数の区画のうちの一の要求側区画からエラー情報の要求を受取ることに応答して、前記要求に関係づけられた前記要求側区画の区画番号を用いることにより、当該エラー情報のエラーログが前記要求側区画によってアクセス可能な一の区画ログバッファに存在するかどうかを決定するステップと、
   前記プロセッサが、前記区画ログバッファにおける前記エラーログの不在に応答して、前記複数の区画に報告可能なエラーログの集合を含み且つ当該集合の各エラーログごとにそのエラーログが報告済みであるか否かをマークするためのヘッダ情報をそれぞれ含んでいる不揮発性メモリから未報告とマークされている前記エラーログを検索するステップと、
   前記プロセッサが、前記不揮発性メモリから検索された前記エラーログに当該エラーログに関係づけられたタイムスタンプを用いて所定の満了時限を割り当てるステップと、
   前記プロセッサが、前記不揮発性メモリから検索された前記エラーログを前記区画ログバッファにコピーするとともに、当該エラーログを前記不揮発性メモリ内で古い報告済みのものとしてマークするステップと、
   前記プロセッサが、前記区画ログバッファにコピーされた前記エラーログを使用して前記要求側区画に前記エラー情報を返すステップと、
   前記プロセッサが、前記所定の満了時限の後に前記エラーログを前記区画ログバッファから削除するステップとを含む、方法。

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