JPH01137356A - 作業フロー制御方法、作業要求フロー制御方法及び装置、並びに通信管理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はバスにおけるプロセス間の作業の流れの制御に
関し、具体的には、プロセッサ資源の共用のためのプロ
セス間の論理的接続の管理に関する。

Ｂ、従来技術 通信を行なうプロセスにとって通信方法がトランスペア
レントになっている従来の通信処理方法では、プロセス
を含む１つの装置が、バス上の別の装置によって作業が
実行されることを要求する。

作用を受けるデータは要求元の記憶域にあり、サーバ装
置、すなわち、要求を実行する装置はデータにアクセス
できる。従来システムは、プロセス間の論理的接続を正
しく管理するための手段を欠いていたので、最低水準の
サービスしか得られながうた。サービスの水準は、割り
振られたシステム資源により左右される。

プロセスのプログラミング処理の見地からいうと、共用
される資源とは、サーバ・プロセスによって提供される
作業である。この資源の単位は作業要求である。任意の
サーバのすべてのユーザは、その資源に対する最低水準
のアクセスを保証されていなければならない。すなわち
、すべてのユーザは、幾つかの未処理の作業要求を有す
ることを許されなければならず、かつこれらの要求が最
後には処理のためにサーバにもたらされることを保証さ
れていなければならない。

大部分のバス・システムは、個々の信号線を使って、作
業要求を示すメツセージの受容または拒絶を確認する。

遠隔通信アプリケーションの場合は、流れ制御のために
歩調合せ機構が設けられている。

ＳＮＡはカウント機構を使用する。メツセージの送り手
は、確認を受は取るまで、最大数のメツセージが未処理
であることを許される。未処理であることが可能なメツ
セージの数はメツセージの受信側が設定しなければなら
ず、未処理のメツセージの歩調合せ制御はメツセージの
送信側の責任でなければならない。したがって、個々の
送信側及び受信側が流れ制御に直接係る。

米国特許第４４４９１８２号では、コマンド・リング及
び応答リングが、ホスト・プロセッサの主記憶装置に記
憶されている。それらは、入出力制御プロセッサに対す
るコマシト用のスペース、及び制御装置からのコマンド
に対する応答用のスペースを含む。各入出力制御装置ご
とに１つの応答リング及び１つのコマンド・リングがあ
る。所有権ビットを使って、入出力制御装置によってま
だ処理されていないコマンドまたはホスト・プロセッサ
によってまだ読み取られていない応答をプロセッサの１
台が書き換えることを防止する。コマンド・リングが満
杯であるか、または応答リングが空である場合は、ホス
トは、コマンド・リングが満杯になっていないか、また
は応答リングが空になっていないことを示す割込み信号
を受は取るまで、リングの検査をしないよう指示される
。

両方のプロセッサは、読み取るべき、または書き込むべ
きリング内の次の場所を示すポインタを含む。したがっ
て、非常に原始的な形で、装置間の簡単な形式の流れ制
御が確立された。

Ｃ８発明が解決しようとする課題 上記特許は、互いに通信する複数のプロセスに対する資
源割振りの問題を扱っていない。上記特許は、いずれか
のプロセッサで実行される複数のプロセスによる最低水
準のサービスを保証しない。

多重プロセス環境における通信は、異なる待合せ遅延及
びプロセスの独立性のため、はるかに複雑である。

０３課題を解決するための手段 分散プロセッサ・ネットワークにおけるバス装置用の通
信管理機構は、各プロセスで最低水準のサービスが得ら
れるように、通信プロセス間の論理的接続を管理する。

バス装置とは、分散プロセッサ・ネットワークにおける
バスに接続された処理装置であり、たとえば、１台ない
し複数のホスト・プロセッサまたは入出カプロセッサを
備えることができる。プロセス間の論理的接続は、バス
管理機構により、各プロセッサで接続グループとしてま
とめられる。各接続グループは、少なくとも１つの作業
要求を実行するのに十分なプロセッサ資源を与えられる
。接続グループが既にその限界まで未処理の作業要求を
有するときは、バス管理機構は、そのグループが満杯に
なった後で作業を要求したプロセスを含むバス装置に、
それらの要求が今は実行できないことを知らせる。

ハードウェアの待合せ遅延のため、要求元プロセスは、
満杯になった接続グループに接続されたプロセス向けに
さらに作業要求を送る場合がある。

バス管理機構は再びこの要求を拒絶し、起動側のバス装
置にその旨を知らせる。作業が接続グループ内のプロセ
スによって終了されると、バス管理機構は、今や他の作
業要求を受は入れることができることをバス装置に知ら
せる。送られた順に作業要求を処理することが望ましい
ので、要求元バス装置はその作業要求を正しい順序で再
開し、次に作業要求の受入れを再開することをサーバ・
プロセスのバス装置に知らせる。要求元バス装置は次に
、要求元から再開メツセージを受は取った後ニ始メて、
サーバのバス装置によって受は入れられる要求を送る。

接続グループは大きな利点をもたらす。それは最低のプ
ログラミング・レベルにおける単一の流れ制御機構であ
り、すべてのバス装置に対して使用される。バス装置の
役割とは無関係に、ホスト・プロセッサ、または通信、
補助記憶装置、作業端末等様々な種類の装置をサポート
する入出力制御装置は、すべてこの流れ制御機構を使用
する。それは、すべてのバス装置に対して同じであるの
で、バス上で対等環境をサポートする。

接続グループは、他のバス装置による大量の活動により
バス装置が別のバス装置のサービスから切断されるのを
防ぐ。そうするために、バスに接続された各プロセッサ
ごとに少なくとも１つの接続グループを必要とし、かつ
その接続グループを２台の独自のプロセッサ上のプロセ
ス間の接続用にのみ使う。したがって、他の２台のプロ
セッサに結合されたプロセッサは、少なくとも２つの接
続グループ（各プロセッサについて１つ）を宵さねばな
らない。

１つの好ましい実施例では、通信が所望される他の各プ
ロセッサとの通信用に、３種類の接続グループがある。

低活動プロセスは、任意の一時に少量の作業要求しか受
は入れることができない接続グループに属する。中活動
プロセスは、それよりも多くの作業要求を受は入れるこ
とができる接続グループに属し、高活動プロセスは、大
量の作業要求を受は入れるため多くのシステム資源を有
する接続グループに属する。したがって、予想される作
業水準に基づいて様々なプロセスに対してサービスの水
準が保証される。

上記メツセージを使って接続グループが満杯になったと
きを示し、かつその接続グループで拒絶されたメツセー
ジの再送を調整すると、さらに利益がもたらされる。作
業がその意図された順序で実行されることが保証される
。

接続グループを用いると、１つの接続グループを、臨界
状況で資源を解放することを役割とするプロセスに割り
当てることが可能となる。したがって、少なくとも１つ
の作業要求をこのグループが受は取ることができる場合
は、資源を解放することができる。資源を解放する１つ
の手段は、作業を完全に中止し、システムをリセットす
ることである。

資源をグループにまとめることのもう１つの利点は、−
層多くの装置をサポートできることである。各装置は、
装置が動作するために必要とされる最小限の資源を何す
る。（１台の装置当り必要とされる最小数×グループ内
の装置数）よりも少ない資源を接続グループに設けるこ
とにより、−層多くの装置をシステムに接続することが
できる。

−例はテープ駆動装置である。複数のテープ駆動装置を
接続することが望ましく、各駆動装置がデータを緩衝記
憶するために大量の記憶域を必要とする場合は、各テー
プ駆動装置に十分な資源を割り当てると、直接アクセス
記憶装置が利用できる資源がほとんど残らないことにな
る。テープ駆動装置を１つの接続グループに組み入れ、
同時に１台または２台だけが動作するのに十分な資源を
割り振ることにより、直接アクセス記憶装置に十分な資
源が利用できるようになる。テープ駆動装置に、また直
接アクセス記憶装置にも、保証された水準のサポートが
与えられる。５台のテープ装置が同時に動作することは
まずあり得ないので、全体的サービスは低下しない。

Ｅ、実施例 第２図は、本出願人の米国特許第・４６４９４７３号か
ら取ったものである。第２図は、読者が本発明をより明
確に理解するための基礎知識を与える。すぐ後で、根底
にある通信管理にプロセスが気づかないようなプロセス
間通信を中心にして、第２図について説明する。根底と
なるバス転送機構、及び本発明の主題であるバス管理機
構については後の部分で説明する。

第２図で、分散処理環境の概略図を全体的に１０で示す
。プロセッサＡＩ２は、線１４で示す物理的経路によっ
て、プロセッサＢ１６に結合される。プロセッサＡは、
その中にプロセスＡ１８とプロセスＢ１９が存在するも
のとして示されている。記憶部２０は、それぞれデータ
記憶部のプロセス制御及びデータ記憶部に対するアクセ
スをもたらす線２１及び２２によって示すように、プロ
セスＡ及びプロセスＢと関連づけられている。

プロセッサＢは、その中にプロセスＣ２３とプロセスＤ
２４が存在するものとして示されている。

記憶部２５は、それぞれデータ記憶部のプロセス制御及
びデータ記憶部に対するアクセスをもたらす線２６及び
２８によって示すように、プロセスＣ及びプロセスＤと
関連づけられている。

プロセス、すなわち、プロセッサ内の実行プログラムは
互いに通信する必要がある。異なる構成のプロセッサ、
または経時変化する同一プロセッサでは、２つのプロセ
スは異なる相対位置をとることがあり、またそれらの間
の物理的経路が異なることがある。

プロセス間通信機構（ＩＰＣＦ）が、プロセッサＡ及び
プロセッサＢ内のそれぞれ３０及び３２に設けられ、プ
ロセス間通信を調整する。これは、通信を行なうプロセ
スにとってトランスペアレントな位置である。ＩＰＣＦ
３０は、線３４で示すように、プロセッサＡ内のプロセ
スＡに結合され、また、線３６で示すように、プロセス
Ｂに結合されている。線３４及び３６はプロセスＡ及び
プロセスＢとＩＰＣＦ３０の間のインターフェースを表
わす。これらのインターフェースは、適当なデータ経路
が確立されていることを条件として、プロセスＡとプロ
セスＢの間の通信を可能にする。■ＰＣＩｉ”３０はま
たプロセッサＢ内の転送機構４０を介してＩＰＣＦ’３
２に結合されている。ＩＰＣＦ３２は、インターフェー
ス線４２及び４４で示すように、プロセスＣ及びプロセ
スＤに結合されている。これらのインターフェースは、
通信をしている相手のプロセスの位置について当該プロ
セスが知ることなく、示されたすべてのプロセス間の通
信を確立することを可能にする。転送機構３８及び４０
は、プロセスＡ及びプロセスＢ１またはプロセスＣ及び
プロセスＤが単一プロセッサ内で通信するときに使用で
きるように、ローカル転送機構等の複数の転送機構を含
むことが好ましい。

プロセッサＡとプロセッサＢが同じ機械内にある場合は
、バス転送機構を使って、プロセッサＡ及びプロセッサ
Ｂ上のプロセス間の通信を容易にする。機械間の通信の
ためには、ＳＮＡ等の通信プロトコルが使用に適する。

転送機構３８．４０はデータ移動機構である。

それらは、データ・バイトをある場所から別の場所に転
送する責任を負い、移動される情報の意味を理解しない
。すなわち、プロセッサＡ内の記憶部２０は、線４６で
示すように転送機構３８に結合され、プロセッサＢ内の
記憶部２５は、線４８で示すように転送機構４０に結合
され、転送機構３８．４０による直接の情報転送を可能
にする。

通信を試みるプロセス用のＩ　ＰＣＦは、通信のために
転送機構を選ぶ。通信を行なうプロセスは、使用される
機構について知っている必要はない。

通信を試みるプロセスは既に知っている目標プロセスの
名前をＩ　ＰＣＦに供給し、ＩＰＣＦは適当なディレク
トリ・サービスを使ってそれを探し出す。Ｉ　ＰＣＦは
次に適当な転送機構を選択し、システムから供給される
サービスを使って通常の方法でプロセス間の接続をセッ
トアツプする。ＩＰＣＦは、アプリケーションからペー
ジング管理機構等の基本システム・サービスまで、すべ
てのレベルのプロセスで使用することができる。

各々異なる能力及び特性を有する多数の異なる転送機構
の使用を可能にするため、ＩＰＣＦは各プロセスに対す
る総称転送機構インターフェースを含んでいる。このイ
ンターフェースは、接続の確立及びプロセス間での情報
の移動のための一組の機能を定義する。定義された機能
は、ＩＰＣＦにより使用される転送機構にマツプされる
。インターフェースに対して書かれるプログラムは転送
機構から独立しており、したがって、通信時のそれらの
相対位置から独立している。

プロセス間の通信は、ＩＰＣＦによって確立されたそれ
らの間の接続を介するメツセージの送受信による。メツ
セージは作業要求またはデータあるいはその両方を含む
。特定の作業要求に関して、プロセスは要求元またはサ
ーバの役を引き受ける。

要求元は、要求を実行するサーバに要求を送ることによ
り作業要求を開始する。要求は作業要求（コマンドとそ
のパラメータ）及び任意選択として幾らかのデータを含
む。要求及びデータは共に可変長である。

ＩＰＣＦｌ及び接続の確立方法についてさらに詳しい情
報を知りたい場合は、上記特許にさらに詳細な説明が出
ている。次に、転送機構３８及び４０の一部であるバス
管理機構につ゛（くて説明する。

バス管理機構 第１図で、バス”装置５０及び５２は入出力バス５４等
の物理的経路で結合されている。好ましい一実施例では
、バス装置５０は、線６０を介して主記憶装置５８と結
合されたプロセッサ５６を備えたホスト処理システムを
含む。ホスト・プロセッサ５６は、財務会計プログラム
からオペレーティング・システム・プログラムに至るま
で、複数のプログラムを実行する。プログラムの実行段
階はプロセスと呼ばれる。幾つかのプロセスＰＡＬ〜Ｐ
Ａｎ１ＰＢ　１〜ＰＢｎ及びＰＣｌ　〜ＰＣｎがホスト
・プロセッサ５６内に示しである。

バス装置５２は、好ましい一実施例では、線７０によっ
て主記憶装置６８と結合された入出カプロセッサ６６を
含む。入出カプロセッサ６６もまた実行可能な幾つかの
プロセスＰＤＩ〜Ｐ　Ｄ　ｎ　ＮＰＥＩ　〜ＰＥｎ及び
ＰＦＩ　〜ＰＦｎを有する。プロセッサ５６及び６６の
各々に多数のプロセスが示されているが、プロセッサが
ただ１つのプロセスを有する場合もあり得る。他の実施
例では、プロセッサ６６はプロセッサ・ネットワーク内
の対等プロセッサである。プロセスは、その位置がどこ
であっても、バス装置５０内のＩ　ＰＣＦ７２及びバス
装置５２内のＩ　ＰＣＦ７４を介して互いに通信をする
。通信を行なうプロセスの各対は、バス装置５０内の８
０及びバス装置５２内の８２で示す論理的接続により、
ＩＰＣＦを介して論理的に接続される。

接続の確立は、上記特許にさらに詳細に記載されている
。要約すると、ＩＰＣＦオープン動詞が２つのプロセス
間のＩ　ＰＣＦ接続を確立する。接続は、通信する各プ
ロセス対にとって固有である。

したがって、線８０の各々が線８２の１本と対になる。

第１図に示すよりも多くの入出カプロセッサまたはホス
ト・プロセッサがあることもあるので、線８２よりも線
８０の方が多い場合は、図示していないプロセッサ内の
プロセスに対する接続を表わす。通信を開始しようとす
るプロセスによってオープン動詞が出されると、ＩＰＣ
Ｆは、オープン動詞を出したプロセスと、オープン動詞
によって指定される目標プロセスの間に論理的接続を生
成させる。オープン動詞の目標はエンティティ名によっ
て識別される。オープン動詞は、オープン動詞に供給さ
れたエンティティ名に基づいて、プログラムの新しい段
階または既に実行中の段階に対する接続を確立する。

オープン動詞は、サーバ内のプログラム、及び接続され
るそのプログラムの実行段階（プロセス）を判定するた
めにＩＰＣＦ及び関連するオペレーティング・システム
が使用するエンティティ名を含む。接続ＩＤは、接続を
識別するもので、ＩＰＣＦによって返される。接続ＩＤ
は、後続の操作でこの接続を参照するために使用される
。特定の接続ＩＤは単一プロセッサ内でのみ知られてい
る。

接続された２つのプロセスは一般に、同じ接続に対して
異なる接続ＩＤを有する。接続ＩＤはローカルＩ　ＰＣ
Ｆによって割り当てられ、プロセッサ内で一意的である
。Ｉ　ＰＣＦは、戻りコードを用いて、オープン動詞の
完了をプロセ・スに示す。

バス管理機構８６は、図では、既に確立された幾つかの
論理的接続８０によってホスト・プロセッサ５６に結合
されている。図では、同様のバス管理機構８８が、バス
装置５２内にあり、同様に８２で複数の接続を存する。

バス管理機構８６は、第２図のバス装置中の３８及び４
０で示されるバス転送機構によって実行されるのと同じ
機能を提供する。

゛バス管理機構８６及び８８は接続を管理し、バス５４
上に作業要求の流れを制御するメツセージを出す。９０
及び９２で示される、バスをサポートするハードウェア
は、各バス装置についてバス・アービトレーションを実
行し、別のバス装置の主記憶装置に対するＤＭＡ転送を
制御し、更にバスの制御が得られてメツセージとデータ
の転送が可能になるまでそれぞれのバス管理機構からの
メツセージを待ち行列に入れる。バス・ハードウェアは
また、バス装置からのメツセージの主記憶待ち行列への
入力を制御する。

バス管理機構８６は、バス装置５２で出されるオープン
動詞によって起こる通信を受は取り、指示されたプロセ
スに対する接続を確立する。目標プロセス（すなわち、
サーバ・プロセス）の識別子、要求元プロセスの識別子
、特定の装置が実行する作業の種類その他の情報を使っ
て、その接続に対する接続ＩＤを、ＣＧＩ、ＣＧ２、・
・・、ＣＧｎで示される複数の接続グループの１つに割
り当てる。これらの情報の一部は、バス装置５２との通
信に含まれ、他の情報は主記憶装置５８に含まれ、バス
装置５２から供給された情報に基づいてアクセスされる
。次にその情報に基づいて割当てが行なわれ、好ましい
一実施例では開発者が予め構成する。

接続グループは、作業要求の流れを制御するために使わ
れる。各作業要求は、プロセスのためにシステム資源を
必要とする。全作業要求が先入れ先出し方式で処理され
る場合、幾つかの高資源要求装置が、他の装置がサービ
スされるのを妨げることになる。

大量の主記憶資源を必要とする装置の一例はテープ駆動
装置である。テープ装置を、その最も効率的な動作モー
ドであるストリーミング・モードで動作させるには、大
きい主記憶バッファが必要である。複数のテープ駆動装
置を接続しようとし、各々が、ストリーミング・モード
で動作するときにデータを緩衝記憶するために大量の記
憶域を必要とする場合は、各テープ駆動装置に十分な資
源を割り当てると、直接アクセス記憶装置に割り振るの
に使用できる資源がほとんど残らなくなる。

テープ駆動装置を１つの接続グループに組み入れ、同時
に１台または２台だけが動作するのに十分な資源を割り
振ることにより、直接アクセス記憶装置が利用できる資
源がずっと多くなる。テープ駆動装置にも直接アクセス
記憶装置にも保証された水準のサポートが提供される。

５台のテープ装置が同時に動作することはまずあり得な
いので、全体的サービスの低下はない。

また接続グループを使って、幾つかのホスト・プロセス
にサービスするために資源が常に使用できるようにする
ことができる。その−例は、ホスト保管／復元プロセス
とそれに対応する入出カプロセスとの間のサーバ側接続
を、その接続だけを含む接続グループに入れることであ
る。すなわち、サーバ・プロセスは他のグループに対す
る接続を持つことができるが、資源は常にホスト保管／
復元作業要求を処理するために使用できる。

グループを割り当てるための１つの基準は装置の動作特
性である。テープ駆動装置等の大量データ移動装置はと
きどき使用されるだけであり、１つのグループに入れら
れる。主記憶装置へのページ・イン及び主記憶装置から
のページ・アウトを頻繁に行なう直接アクセス記憶装置
等の装置は、別の１グループに入れ、高水準のサービス
を確保するために大量の資源がそのグループに割り振ら
れる。作業端末等の他の装置はさらに別のグループに入
る。十分な資源が使用可能な場合、各装置はそれぞれ独
自のグループを構成する。

装置のグループ分けを簡単に言うと、その装置に関連す
るプロセスへの接続が１つのグループに入れられる、と
いうことになる。接続のグループへの割当ては、さらに
、サービスされている作ｆｆｉ要求の種類に基づいて行
なわれる。エラー状態の処理及び保守に関連するその他
の作業要求に関係する接続は、そのような要求に対して
最低水準のサービスを保証するため、さらに別のグルー
プに入れてもよい。接続グループを使って資源を割り振
り、したがって作業の流れを制御することにより、大き
な融通性がもたらされることが分かる。

バス装置５０がサーバとして曇くとき、その各接続グル
ープは主記憶装置５８内の第３図の制御ブロック１２０
にリストされる。制御ブロック１２０は、各接続グルー
プＣＧＩ〜ｎごとにＧＰ■Ｄ（グループＩＤを表わす）
と記した項目を含む。

欄１２２に示すカウンタは、ＧＰＩＤ項目と関連してお
り、グループ内の接続を介して受は取ったがバス装置５
０内のプロセスによってまだサービスされていない作業
要求の数を記録するために使用される。活動接続ＩＤ（
ＣＩＤ）のテーブル１２５は、１２０の接続グループ項
目を指すポインタを何し、ある接続が含まれるグループ
を識別する。バス装置５２も未処理の作業要求の数を記
録するための同様の機構を有する。

上記作業要求の流れの利点の１つは、接続グループ内の
（同じ優先順位を有する単一接続に対する）作業が、最
終的に要求元バス装置によって要求された順に処理され
ることである。したがって、１つのプロセスに対して、
ある優先順位のデータ書込み要求が複数発生した場合は
、たとえ、資源が使用可能でない時間があったとしても
、要求された順にデータが書き込まれる。このことはす
べて、要求元プロセスにとってトランスペアレントな形
で行なわれる。

次に第４図及び第５図を参照しながら要求元バス装置内
の流れ図について説明する。要求元バス装置から出る作
業要求を記録するために４つの待ち行列が使用される。

各待ち行列は、作業要求を指すポインタ、要求ＩＤ１及
びオープン・プロセス中に通信されるサーバ・バス装置
内の対応する接続グループを含む。送信準備完了待ち行
列は、サーバ・プロセッサに送られる準備ができた作業
要求をエンキューするため、通常の作業要求の流れで使
用される。送信準備完了待ち行列内の要求に対して操作
開始メツセージが送られると、ポインタは取り除かれ、
応答待機待ち行列に入れられる。操作終了メツセージを
受は取ると、その作業要求に対する項目がすべての待ち
行列から取り除かれる。この通常の流れを、第４図のブ
ロック１５０．１５２及び１５４で示す。なお、図面で
は待ち行列をＱで表わしである。

作業要求に応答して待ち行列満杯標識が返されると、１
５６で、完了待機待ち行列から拒絶待ち行列に移され、
待ち行列満杯メツセージを受は取ったという標識が、そ
の対象となる接続グループに関連づけられる。次に１５
８で、その接続グループがこのとき使用可能な空間を有
することを示すＱ空間フラグが検査される。このフラグ
は通常はオフであり、バス管理機構は通信の送受信を続
行する。このようにして、待ち行列満杯標識が返された
完了待機待ち行列上の各作業要求は、拒絶待ち行列に入
れられる。

第５図では、バス管理機構が、送信準備完了待ち行列内
の次の項目に対応する別の操作開始メツセージを送る準
備ができると、１６０で、サーバ・バス装置内の接続グ
ループに対する接続グループ満杯標識の存無について検
査する。接続グループ待ち行列が一杯であることを示す
場合は、１６２でその要求に対する項目が中間待ち行列
に入れられる。−杯でない場合は、１６４で操作開始メ
ツセージが送られ、１６６で、要求項目が完了待機待ち
行列に入れられる。

第４図の流れ図に戻って、１θ８で要求元プロセッサが
待ち行列空１’Ｊ使用可能メツセージを受は取ると、１
７０でＱ空間フラグがセットされ、識別された接続グル
ープ内で待ち行列満杯メツセージを受は取った項目の後
に項目があるかどうか完了待機待ち行列が検査される。

完了を待つすべての要求について待ち行列満杯メツセー
ジが返されていない場合は、１７４でバス装置は次の通
信を待ち続ける。

１７２で全部が肯定応答された場合は、１７６で拒絶待
ち行列から送信準備完了待ち行列の先頭に項目が移され
る。次に１７８で、要求項目が中間待ち行列から送信準
備完了待ち行列における拒絶待ち行列からの要素の後に
移され、１８０でＱ空間フラグがリセットされる。１８
２で待ち行列再開メツセージが送信され、１８４でバス
管理機構が送信準備完了待ち行列から送信を開始する。

第６図に、上記の流れで使用される待ち行列を示す。作
業要求に対応する待ち行列項目の流れを矢印で示す。送
信準備完了待ち行列２００は通常、線２０２を介して完
了待機待ち行列２１０に項目を転送する。待ち行列満杯
状況を受は取った場合は、線２２２を介して完了待機待
ち行列２１０から拒絶待ち行列２２０に項目が転送され
る。その間に、送信準備完了待ち行列２００で新しい作
業が開始されるとき、既に満杯の接続グループに対する
作業要求があることが検出された場合、その作業要求は
、線２３２を介して中間待ち行列２３０に転送される。

満杯の接続グループに向けられた完了待機待ち行列２１
０からの全項目が拒絶待ち行列２２０に転送され、待ち
行列空間使用可能メツセージに応答して待ち行列再開メ
ツセージが送られると、拒絶された要求が線２３４を介
して送信準備完了待ち行列２００の１番上に送り返され
る。次に、線２３６を介して、このとき他の作業に使用
可能な資源を有するグループに向けられた他の要求が、
送信準備完了待ち行列２００の前に拒絶された要求の後
ろに転送される。

サーバ・バス装置での対応する流れを第７図及び第８図
に示す。２５０でサーバ・バス装置が操作開始メツセー
ジを受は取ると、２５２で接続グループが決定され、２
５４でそのカウンタが増分される。カウンタの限界値を
使って、ある接続グループが任意の一時点で持ち得る未
処理の作業要求の数が指定される。２５６でカウンタの
値がカウンタ限界値と比較され、値が限界値よりも大き
い場合は、２５８で待ち行列満杯フラグがセットされ、
かつ２６０で待ち行列満杯状況がバス・エラー状態メツ
セージで要求元バス装置に送られ、２６１で処理が継続
する。他の実施例では、使用可能な実際の資源が監視さ
れ、操作開始メツセージでポされる作業要求にとって必
要とされる資源と比較される。カウンタの値は限界値よ
りも大きくないが、２６２で待ち行列満杯フラグがオン
であることが検出された場合は、２６０に戻り、操作開
始メツセージに応答して待ち行列満杯状況が送られ、そ
うでない場合は、２８．４で要求の処理が続行し、２６
６で流れが継続する。２５０で受は取ったメツセージが
操作開始メツセージでない場合は、２６８でそれが待ち
行列再開メツセージかどうか調べるため検査される。違
う場合は、２７０で処理が継続する。待ち行列再開メツ
セージである場合は、２７２で待ち行列満杯フラグがリ
セットされ、２７４で処理が継続する。

待ち行列満杯状況を解消するには、サーバ・プロセッサ
はもっと多くの資源を割り振り、未処理の要求の限度を
増大させるか、または満杯接続における要求の少なくと
も１つに関する作業を完了しなければならない。この流
れを第８図に示す。

作業要求が完了されると、２８０で関連する接続グルー
プのカウンタが減分される。２８２で操作終了メツセー
ジまたはバス・エラー状態メツセージのいずれかが送ら
れる。次に、２８４で待ち行列満杯フラグが検査され、
フラグがオフである場合は、２８５で処理が継続する。

待ち行列満杯フラグがオンにセットされている場合は、
２８６で接続グループ・カウンタが限界値未満であるか
どうか調べるための検査が行なわれる。この限界値はブ
ロック２８６で「低値」と呼ばれているが、前述の限界
値と同じである必要はない。多数の要求に十分な資源が
使用可能であるようにするため、さらに低い限界値を設
定することが望ましい。こうすると、要求元の待ち行列
の再開に続いて複数の要求が迅速に送られるという待ち
行列満杯がずっと続く状態をなくすのに役立つ。カウン
タが低値よりも小さくない場合は、２８７で処理が継続
する。２８６でカウンタが低値未満の場合は、２８８で
待ち行列空間使用可能メツセージが送られ、２９０で処
理が継続する。

好ましい一実施例では、Ｘ、２５、ＬＡＮ１ＳＤＬＣ及
びその他の通信プロトコルを実行するプロセスに対する
接続を含む各通信プロトコルごとに別々の接続グループ
がバス装置５０内で定義される。

別のグループは、エラー処理プロセス接続を含む。更に
別のグループは、−収約保守プロセスに関連する接続用
である。

さらに別のグループが、バス装置５２によって制御され
るディスク駆動装置との間のデータ転送に関係するプロ
セスに対する接続等の通常の機能を含む。

接続グループの数が様々に変わっても、それは本発明の
範囲内に含まれる。プロセスによっては大量の資源を必
要とするものもあるので、そのような各プロセスに対す
る接続に対して単一の接続グループを設けることが望ま
しいことがある。どんな接続のグループ分けが望ましい
かは、実際のインプリメンテーションと、互いに通信し
合うプロセスの特性に応じて決まる。

ホスト・プロセッサ５６内のプロセスと入出カプロセッ
サ６６内のプロセスの間の接続を確立すると、バス管理
機構８８は接続を完了し、そのプロセス接続を多数の接
続グループＣＧ１、ＣＧ２・・・・・・ＣＧｎの１つに
割り当てる。したがって、別のプロセスに対する接続を
存するバス装置を含むシステムでの各プロセスご七に、
目標プロセスがあるプロセッサのバス管理機構は、その
接続をあるグループに割り当て、そのグループに割り当
てられた接続上の作業要求を処理するために使用される
資源を、その接続グループに割り振る。

流れ制御バス・メツセージ 接続グループが、そのグループに接続されたプロセスに
向けられた要求をプロセスするのに十分な資源を持たな
いときは、メツセージを制御し再同期するために、メツ
セージがバス管理機＋Ｒ間テ’）転送される。目標バス
装置が特定の接続グループンに対する追加の作業を受は
入れることができないときは、待ち行列満杯状況を示す
メツセージを返す。この状況はバス・エラー状態メ、ツ
セージ内ニ含まれ、このメツセージのフォーマットを第
９図に示ｆ。バス・エラー状態メツセージは、動作の正
しい完了または継続を妨げる障害を報告するため、要求
に対する通常の応答の代わりに返される。

バス・エラー状態メツセージが送られるその他の幾つか
の状態には、メモリ・アクセス要求におけるアドレッシ
ング・エラー、フォーマット、エラー、及び未定義メツ
セージまたはサポートされていないメツセージの受取り
がある。他の幾っがの状態でも、バス転送機構の物理的
インプリメンテーションに応じて、このメツセージの送
信が必要となることがある。

バス・エラー状態メツセージ内の予約と記されたフィー
ルドは、将来の使用のために予約されている。バス装置
フィールドは、メツセージの出所を識別するために使用
される。これは本発明では無視される。３番目のフィー
ルドであるメツセージＩＤ（８２）は、メツセージをバ
ス・エラー状態メツセージとして識別するために使用さ
れる。

制御フィールドは、障害に出会っている固有の要求また
は接続を識別するための情報を含む。このフィールドの
内容は、障害及び障害に出会っている特定の転送メツセ
ージ／ＤＭＡ及び流れの方法によって決まる。ＣＦＩＤ
フィールドは制御フィールドの内容を識別する。様々な
値で、制御フィールド内の情報が要求元ＩＤ１またはサ
ーバ接続ＩＤ１または制御ブロックのアドレス等である
ことを示す。それは、メツセージが送られた理由、及び
誰が送ったかに依存する。ＡＣＴＮフィールドは、講じ
るべき回復処置を識別する。ある値は、処置が講じられ
ないことを示し、別の値は接続のクローズ開始を要求し
、別の値は、通信を再同期するためのリセットを引き起
こす。

待ち行列満杯状態はエラー状況フィールドで示され、そ
の後に満杯になった接続グループを識別する接続グルー
プＩＤが続く。これは、アドレスされたバス装置によっ
てメツセージが実行されなかったことを示す。制御フィ
ールドは、待ち行列満杯状況が示されるとき、異なった
値を含む。このフィールドは、データが転送される方式
に応じて、制御ブロック・アドレス、または要求元の■
Ｄを含むことがある。データを転送する種々の方式につ
いては、本明細書の流れ制御の部分でさらに説明する。

またエラー状況フィールドは、上記のような他のエラー
杖態の状況を識別するためにも使用される。

待ち行列満杯状況を要求元バス装置に送った後、それを
送った目標バス装置のバス管理機構は、接続グループに
サービスするのに十分な資源がいつ使用可能か判定する
ため、当該の接続グループを監視する。

目標バス装置が、その特定の接続グループ内で使用可能
な空間を有するときは、待ち行列空間使用可能メツセー
ジを要求元バス装置に送る。待ち行列空間使用可能メツ
セージは、待ち行列空間が使用可能であることを要求元
のバス管理機構に示すために使用される。このメツセー
ジは、バス装置が待ち行列満杯状況を要求元バス装置に
送った後に始めて、該バス装置によって送られる。この
メツセージは、どの接続グループが使用可能な待ち行列
空間を有するかを示す。待ち行列空間使用可能メツセー
ジのフォーマットを第１０図に示す。

４つの予約フィールド、メツセージＩＤフィールド、及
び使用可能な待ち行列空間がある接続グループを一意的
に定義するグループ・フィールドがある。

要求元バス装置は待ち行列空間使用可能メツセージを受
は取り、目標バス装置上のその接続グループに送られた
作業要求の数を決定する。通信は非同期的に行なわれ、
要求元バス装置のハードウェアに内部的な待ち行列遅延
があり得るので、要求元バス装置が、作業を開始するた
めにより多くのメツセージを既に送ってしまっている可
能性がある。

再度送るべき通信、すなわち、待ち行列満杯状況を返さ
せたメツセージよりも時間的に後で生じ、かつ満杯の接
続グループに向けられた通信が識別されると、要求元バ
ス装置のバス管理機構は待ち行列再開メツセージを出す
。このメツセージは、目標プロセッサ内の接続グループ
に順番通りでなく受は取られたメツセージがないことを
確認するために使用される。待ち行列空間使用可能メツ
セージが出された直後に接続グループがメツセージの受
取りを開始する場合は、ある作業が順番通りでなく処理
されることがあり得る。これは、要求元バス装置が待ち
行列満杯状況を受は取る前に要求元バス装置から出され
、かつ待ち行列空間使用可能メツセージの発生後に、目
標バス装置管理機構に受は取られたメツセージによって
開始される作業である。

待ち行列再開メツセージのフォーマットを第１１図に示
す。このフォーマットは、メツセージ（ＯＤ）ＩＤフィ
ールドでそれがどのような種類のメツセージであるか識
別し、グループ・フィールドで、その待ち行列を再開す
るための接続グループを識別する点で、待ち行列空間使
用可能メツセージに類似している。目標バス装置のバス
管理機構は、待ち行列再開メツセージを受は取るまで、
作業開始の各メツセージに対して待ち行列満杯状況を返
す。

メツセージの流れの例 第１２図に、目標バス装置内の接続グループについての
待ち行列満杯に応答して行なわれるメツセージの交換を
示す。目標バス装置はサーバと記し、要求元バス装置は
要求元と記しである。要求元とサーバの間の矢印は、各
メツセージを受は取ったバス装置を指す。かっこ内の数
字はメツセージの順序を示している。次に、各事象をそ
れらが第１２図で現われる順に列挙する。

１、要求元プロセッサは、作業を開始するメツセージを
サーバ・プロセッサに送る。このメツセージは操作開始
（１）メツセージ（後はど定義する）と呼ばれる。

２、サーバ・プロセッサは、操作開始メツセージが向け
られた接続グループに対する待ち行列満杯状況を認識し
、待ち行列満杯状況を含むエラー・メツセージを返す。

３、バス装置が非同期であるため、要求元は待ち行列満
杯状況にまだ気づかず、第２のメッセージ、すなわち操
作開始（２）をサーノくに送る。

４．サーバは前の作業要求を完了していると、操作終了
メツセージを送って、そのことを要求元に知らせる。

５、サーバは前の作業要求を完了したので、使用可能な
資源、すなわち、使用可能な待ち行列空間を有し、待ち
行列空間使用可能メツセージを要求元に送る。

６、要求元のハードウェアの待合せ遅延のため、要求元
は待ち行列満杯状態を認識しておらず、操作開始（３）
メツセージを送る。

７、サーバは、待ち行列再開メツセージを受は取るまで
、待ち行列満杯状況を要求元に返し続けなければならな
い。したがって、サーバは、操作開始（２）メツセージ
を認識したのに応答して待ち行列満杯（２）状況を返す
。

８、次に、サーバは操作開始（３）メツセージを認識し
、待ち行列満杯（３）メツセージを返す。

９、次に、要求元は操作開始（１）、（２）及び（３）
に対する待ち行列満杯状況及び待ち行列空間使用可能メ
ツセージを認識し、どのメツセージを送り直さなければ
ならないか、及びそれらを送る順序を決定した後、待ち
行列再開メツセージを送る。

１０．１１．１２．要求元プロセッサは操作開始メツセ
ージを正しい順序で送り直す。

作業がサーバにより完了されると、作業が完了したこと
を示す操作終了メツセージが要求元バス装置に送られる
。

データの流れ 第１図の好ましい実施例では、バス装置５０及び５２の
バス・ハードウェア９０及び９２は、直接メモリ・アク
セス（ＤＭＡ）機能を有するものとして示されている。

この機能は、今日、大部分のバス装置に存在する標準的
なハードウェア機能である。マスクＤＭＡ機能を有する
バス装置は、スレーブＤＭＡ機能を有するバス装置内の
プロセッサに割り込むことなく、このスレーブＤＭＡバ
ス装置の主記憶装置に直接アクセスすることができる。

その動作は本発明の完全な理解にとって必要ではないの
で、詳しく説明しない０ バス装置５０はスレーブＤＭＡハードウェア９０を有す
る。好ましい実施例では、バス装置５０ハホスト・プロ
セッサである。スレーブＤＭＡハードウェア９０は、ホ
スト・プロセッサ５６に割り込むことなく、他のバス装
置にその主記憶装置５８をアクセスさせることができる
。したがっテ、ホスト・プロセッサ５６が主記憶装置５
８にアクセスするための線６０は、バス管理機構８６に
も接続され、また、スレーブＤＭＡハードウェア９０が
主記憶装置５８に直接アクセスできるようにスレーブＤ
ＭＡハードウェア９０にも接続されている。このため、
マスクＤＭＡハードウェア９２を存するバス装置５２等
の別のバス装置が、ホスト・プロセッサ５６に割り込む
ことなく、バス装置５０の主記憶装置５８にアクセスす
ることができる。スレーブＤＭＡ機能のみを備えたバス
装置は他のバス装置の主記憶装置に直接アクセスするこ
とができず、一方、マスクＤＭＡ機能のみを備えたバス
装置は、他のバス装置にその主記憶装置の直接アクセス
を試みさせることができない。

バス装置５２内のプロセスがバス装置５０内のプロセス
に作業要求を送る場合、実際のデータ転送はこれらのプ
ロセスにとってトランスペアレントな形で行なわれねば
ならない。Ｉ　ＰＣＦ７２及び７４は、これらのプロセ
スが作業を処理するために使用する動詞インターフェー
スである。サーバ・プロセスは、要求元によって識別さ
れたデータに自分のペースでアクセスする。この場合の
サーバ・バス装置はスレーブＤＭＡ機能しかもたないの
で、ＩＰＣＦ及びプロセスに対してトランスペアレント
な形でデータを得るための手段が設けられる。

各バス装置が完全なりＭＡ機能を存することが保証され
た通常の流れでは、バス管理機構８８は、プロセスが作
業要求を送ろうとしていることを示す情報をＩＰＣＦ７
４からのＩＰＣＦ動詞から受は取る。バス管理機構８８
は次に、操作開始メツセージを送って、行なうべき作業
があることをバス管理機構８６に通知する。操作開始メ
ッセージのフォーマットを第１３図に示す。このメツセ
ージは、サーバ・バス装置５０内のバス管理機構８６が
、可能ならば制御情報及びデータ・アドレスを指定する
要求／応答制御ブロック（ＲＲＣＢ）をバス装置５２の
主記憶装置６８からバス装置５０の主記憶装置５８に移
すのに十分な情報を有する。ＲＲＣＢを第１４図及び第
１５図にさらに詳細に示す。バス管理機構８６は次に、
ホスト・プロセッサ５６内の意図されたプロセスに対し
、このプロセスによって待ち行列に入れられる未処４理
の作業要求があることをＩＰＣＦ７２を介して通知する
ことができる。プロセスは次にその要求を実行するが、
それにはバス装置間でのデータ移動が必要となる。バス
装置間のデータ転送を制御するために、このとき主記憶
装置５８にあるＲＲＣＢのコピーがバス管理機構８６で
使用される。操作終了（第１６図参照）メツセージがバ
ス管理機構８８に送られることにより、要求された動作
が完了したことが知らされ、バス管理機構８８はＩＰＣ
Ｆ７４を介して要求元プロセスに通知する。

上記流れの問題点は、第１図のように実施された場合、
バス・ハードウェア９０が主記憶装置６８を直接アクセ
スできないことである。たとえノくス・ハードウェア９
０がマスクＤＭＡ機能を有しているとしても、スレーブ
ＤＭＡ機能も持たねばならない。この問題点は、記憶リ
スト制御プロ・ツク及び幾つかの新しいバス・メツセー
ジを使って、ホスト・バス装置５０の主記憶装置５８内
のバ・ソファの管理権をバス装置５２のバス管理機構８
８に与えることによって解決される。こうすると、通常
の作業の流れに従って、要求元のバス管理機構８８が、
その要求に関係するデータをサーバの主記憶装置５８内
のバッファに転送し、次にサーバがデータをバッファか
らサーバ・プロセスの使用可能な記憶域に転送すること
ができる。したがって、データの流れはＩＰＣＦ７２に
は正常に見える。ＲＲＣＢは通常通り、サーバがアクセ
スしなければならないデータがどこにあるかを示すため
に使用される。要求元のバス管理機構８８は、データが
主記憶装置５８内のバッファにあるようにするだけであ
る。次に、ＲＲＣＢ及びメツセージについてさらに詳細
に説明する。

ＲＲＣＢを第１４図及び第１５図に示す。ＲＲＣＢは、
作業要求、及びそれに関連するデータを識別するために
使用される。ＲＲＣＢは制御ブロックであり、バス装置
間のデータ移動を制御するために、要求元バス装置内の
バス管理機構及びサーバ・バス装置内のバス管理機構に
よって使用される。ＲＲＣＢ内の情報は物理的ＤＭＡプ
ロセスのために使用される。ＲＲＣＢの内容は読取り専
用であることが好ましい。これらの内容は、サーバ・バ
ス装置内のバス管理機構によって変更または修正されな
い。

ＲＲＣＢは、要求元のバス管理機構によって指定される
、最大４０８８バイトまでの任意の長さでよい。要求元
による固定ブロック・バッファ管理を容易にするため、
ＲＲＣＢをセグメント化し、互いに連鎖することができ
る。固定ブロックが、たとえば５１２バイトの長さであ
り、ＲＲＣＢがそれよりも長い場合は、ＲＲＣＢは、何
らかのベッダ情報を含む第１のタイプのセグメントと、
第１５図に示す複数の第２のタイプのセグメントに分割
される。これらのセグメントのいずれも固定ブロックよ
りも長くない。ＲＲＣＢの第１のタイプの最初のフィー
ルドは、バイトで表わしたＲＲＣＢ全体の長さである。

この長さはＲＲＣＢセグメントのすべての長さの和であ
る。ＲＲＣＢタイプ・フィールドは、それが第１のタイ
プのＲＲＣＢセグメントであることを指定する。サーバ
接続ＩＤはこの要求に対する目標プロセスの識別を指定
する。要求優先順位フィールドは、サーバ・プロセスの
入力待ち行列に要求項目を挿入するときにサーバ・プロ
セッサによって使用される優先順位を指定スる。フラグ
・フィールドは、サーバが確定応答を必要とするのか、
それとも例外応答のみを必要とするのかを規定する。要
求元ＲＩＤフィールドは要求の識別を指定する。これは
要求元にのみ知られる。

拡張状況ポインタは、拡張状況（状況に対して許容され
る設計寸法を超える状況データ）を入れることができる
区域のアドレスを指定する。好ましくは、この区域は使
用可能でなければならず、使用前に要求元のバス管理機
構により０にセットされねばならない。アドレスは、要
求元によって管理されるＲＲＣＢ記憶域と同じ記憶域に
対するものである。

第１のタイプのセグメントの残りの部分は、第２のタイ
プのセグメントと同じである。それは、記述要素によっ
てデータ・フラグ・フィールドに記述されるデータのタ
イプを指定する複数の記述要素ワードから成る。データ
・フラグ・フィールド内の記述子のタイプは、要求、サ
ーバの記憶装置から要求元記憶装置へのデータ入力、要
求元記憶装置からサーバの記憶装置へのデータ出力、ま
たはさらにセグメントが必要とされるときの次のＲＲＣ
Ｂに対するセグメント・リンク等の記述子のタイプを識
別する。ＲＲＣＢセグメント・リンク記述要素は、別の
ＲＲＣＢセグメントがある場合に、ＲＲＣＢセグメント
の終りに現われなければならない。データ・フラグ・フ
ィールド内の記述子フォーマット・フィールドは、デー
タ・ワードで開始し、最大４４バイトにわたって続く即
位データが左寄せされることを指定するために使用され
る。要求記述子またはデータ出力記述子は、例えば、デ
ータをどこに、またはどこからＤＭＡ転送するかを識別
するためのバス装置番号とデータ・アドレスを含む即値
データまたは参照である。

バス装置番号は、参照記述子形式が指定されるときは常
に現われなければならない。データ・フラグ・フィール
ドは、次のフィールドのアドレスが参照するバス装置を
、バス装置番号によって識別する。

データ長フィールドは、次のアドレス・フィールドで指
定されるフィールドのデータの長さをバイトで指定する
。それは、連続した実記憶域を指定する符号なしの整数
値である。データは８バイトの倍数になるまでＯを埋め
込まれる。

データ・アドレス／データ・フィールドはアドレスまた
は即値データのいずれかとして使用される。このフィー
ルドは、ＲＲＣＢのセグメントの前のワードのデータ・
フラグ記述子フォーマ１．トで即値データが指定される
場合は、即値データである。そうでない場合は、アドレ
スである。このアドレスは、サーバの記憶装置、要求元
の記憶装置、または図示しない第３のバス装置の記憶装
置のアドレスである。このアドレスは、他方のプロセッ
サの記憶装置との間で、またはサーバ記憶装置中の要求
元によって制御されるバッファ中でＤＭＡ動作を行なう
ために、サーバ・バス管理機構によって使用される。

バッファ管理メツセージ バッファ管理権は２つのバス管理機構の間でやり取りさ
れる。一方のバス装置は、他方のバス装置が使用し管理
する遠隔記憶域をその主記憶装置内に提供する。この実
施例では、バス装置５２は、ホスト・プロセッサ５６に
緊密に結合された主記憶装置５８内のバッファの管理権
を有する。バス装置５２のプロセッサ６６は、その必要
を満たす目的のために主記憶装置５８内の遠隔記憶域を
使用することができる。遠隔記憶域は、プロセッサ６６
からはそれ自体の記憶装置の論理的拡張部分に見える。

バス装置５２は、バス管理機構８８から送られる記憶域
要求バス装置メツセージにより遠隔記憶域に対する要求
を行なう。記憶域要求メツセージのフォーマットを第１
７図に示す。通常のシステムの立上げの直後に、ホスト
の遠隔記憶域を得るためにバス装置がこのメツセージを
使用する。

記憶域要求バス装置メツセージはまた、遠隔プロセッサ
・が使用可能なバッファを他に持たないときにも送られ
る。要求されたバッファの長さはバッファ長フィールド
で指定できる。ローカル・プロセッサは、要求されたバ
ッファ・サイズを提供できないことがあるが、それより
大きなサイズのバッファが設けられている場合には要求
を満たす。それよりも小さいサイズのバッファは設けら
れない。

いくつかの予約フィールドが示され、０として指定され
ている。メツセージＩＤ（０６）フィールドは、メツセ
ージを記憶域要求バス装置メツセージとして識別する。

記憶域サイズ・フィールドは、バイトで表わした要求さ
れた記憶域の長さである。

好ましい実施例では、単一メツセージで要求できる最大
の記憶域は８５５３５バイトである。バッファ長フィー
ルドは、要求されるバッファの最小の長さを指定する。

したがって、要求された全記憶域サイズが満足されない
ことがあるとはいえ、１つのバッファさえ設けられれば
、それは少なくともバッファ長フィールドの値と同じ長
さになる。

記憶域リスト使用可能バス装置メツセージ及び記憶域リ
スト制御ブロック（ＳＬＣＢ）は、記憶域要求バス装置
メツセージに応答して、ローカル・バス装置内のバス管
理機構によって送られる。５ＬＣＢは、遠隔バス装置が
使用できるバッファのリストをローカル・バス装置の記
憶装置内に提供する。記憶域要求に応答してのみ、１つ
の記憶域リスト使用可能メツセージ／５ＬＣＢだけが送
られる。

記憶域リスト使用可能バス装置メツセージのフォーマッ
トを第１８図に示す。フラグ・フィールドは、記憶域が
使用可能である、資源が使用可能でなく記憶域が提供さ
れない、あるいは要求された大きさのバッフ１が使用可
能でなく要求に応じて提供されない、といったタイプの
応答を示す。

メツセージＩＤ（０７）フィールドは、これが記憶域リ
スト使用可能バス装置メツセージであることを識別する
。５ＬＣＢアドレス・フィールドは、遠隔記憶域を含む
バス装置記憶装置内の５ＬＣＢの実アドレスを指定する
。このフィールドは、記憶域が使用可能であることをフ
ラグ・フィールドが示す場合にのみ有効である。長さフ
ィールドはローカル・バス装置の記憶装置内の５ＬＣＢ
の長さを示す。

５ＬＣＢのフォーマットを第１９図に示す。バス番号フ
ィールドは、このバス装置がローカル・バス装置内で現
われるバス番号を指定する。好ましい実施例では、最大
８本の異なるバスがある。

バス装置フィールドは、この５ＬＣＢが向けられる遠隔
バス装置のバス装置番号を指定する。バッファの数及び
それらの長さが次の２つのフィールドで指定される。こ
のフィールドが記憶域リスト使用可能メツセージ中の長
さフィールドと一致するようにするのは、ローカル・バ
ス装置内の送信機構の責任である。

遠隔記憶域を含むバス装置内のバス管理機構は同じバス
装置上の主記憶装置の一部を管理する。

このバス管理機構は主記憶装置内のバッファを監視し、
主記憶装置を要求する他のバス装置に制御権を与える。

したがって、接続及び他のバス装置はバス管理機構を介
して主記憶装置内のバッファを争奪する。

バッファ・アドレス・フィールドは、ローカル・バス装
置内でバッファの実記憶アドレスを指定するために使用
される。これは、「バッファ数」フィールドで指定され
たバッフ１の数を満たすために、必要な回数だけ反復さ
れる。

遠隔バス装置が、５ＬＣＢで指定された遠隔記憶域にも
はやアクセスする必要がないことを示す記憶域リスト完
了バス装置メツセージが、遠隔バス装置のバス管理機構
から送られる。遠隔記憶域の返却はまた、マスクＤＭＡ
を備えた別のバス装置に対して記憶域を使用可能にした
スレーブＤＭＡ機能を備えたバス装置によって開始され
ることがあり、その場合、記憶域リスト返却バス装置メ
ツセージが未使用のバッファを返すべきことを示す。

記憶域リスト完了メツセージはまた、記憶域リスト返却
メツセージで指定された要求を充たすことができないこ
とを示すために使用される。

記憶域リスト完了メツセージのフォーマットを第２０図
に示す。フラグ・フィールドは記憶域リストの通常の返
却、または返却要求の拒絶を指定する。フラグ・フィー
ルドは、通常の返却がリスト全体について行なわれるこ
と、記憶域リスト返却メツセージに応答して返却がなさ
れること、記憶域リスト返却メツセージで示される特定
のサイズのバッファの返却が行なわれていること、ある
いは、要求された記憶域が見つかったが使用する必要が
あり返却できないことを示すことができる。

５ＬＣＢアドレス・フィールドは、ローカル・プロセッ
サ内の５ＬＣＢの実アドレスである。記憶域リスト返却
メツセージがバッファの長さを含み、バッファが記憶域
リスト完了メツセージで返却されていないときは、バッ
ファ長フィールドは、記憶域リスト返却メツセージで指
定されるバッファの長さを含む。

記憶域リスト返却メツセージのフォーマットを第２１図
に示す。要求元は、要求されたバッファ・サイズををす
る任意の記憶域リストを返却すべきであると指定でき、
あるいは返却される特定の記憶域リストを識別すること
ができる。このバス装置メツセージのフラグ・フィール
ドは、指定されたサイズのバッファを有する任意の記憶
域リストまたは特定の記憶域リストを返却するかどうか
を示す。記憶域リストの制御権が遠隔バス装置制御から
ａ−カル・バス装置制御に渡されることは、上述の記憶
域リスト完了バス装置メツセージによって示される。メ
ツセージＩＤ（０９）フィールドはこのメツセージを記
憶域リスト返却メツセージとして識別する。アドレス・
フィールドは、特定のリストが要求されていることをフ
ラグ・フィールドが示す場合に返却される、記憶域リス
トのアドレスを指定する。バッファ長フィールドは、特
定の記憶域リストが要求されていない場合に、この要求
で返却されるバッファの長さを指定する。

第２２図に、記憶域リストと関連する流れを簡略化して
示す。マスクＤＭＡを備えた要求元バス装置を図の右側
に示し、その下にメツセージを列挙する。スレーブＤＭ
Ａを備えたサーバ・バス装置は図の左側に示す。各操作
を、以下のようにステップ１ないしステップ６と名付け
、説明する。

１、マスクＤＭＡ機能を備えた要求元プロセッサ内のバ
ス管理機構は、記憶域リスト要求メツセージを送ること
により、バッファを必要とすることをサーバ・プロセッ
サに知らせる。

２、サーバ・プロセッサ内のバス管理機構は、記憶域リ
スト制御ブロック５ＬＣＢが要求元プロセッサにとって
使用可能であることを示すメツセージを送る。

３、遠隔バス管理機構は５ＬＣＢの全部または一部をそ
の記憶装置にＤＭＡ転送する。

４、要求元プロセッサ内のバス管理機構は所望のバッフ
ァを使用する。

５、サーバ・プロセッサ内のバス管理機構が１日の終り
等のある種の遮断を行なおうとし、あるいは、バス装置
がピーク負荷を過ぎているのに、記憶域を返していない
場合、記憶域リスト返却メツセージを要求元プロセッサ
に返す。

６、要求元プロセッサ内のバス管理機構は、もはや必要
でない５ＬＣＢを示す記憶域リスト完了メツセージを送
る。

第２３図で、スレーブＤＭＡ機能のみを有するバス装置
のバス管理機構がバスを介して通信を受は取ったとき、
３００で、その通信が記憶域要求であるかどうか判定す
るために検査を行なう。そうである場合は、ブロック３
０２．３０４及び３０６に示すように、バス管理機構は
、周知の記憶管理技術を使って、要求を溝たすためにシ
ステム記憶管理機構に主記憶装置を要求する。バス管理
機構は、その記憶域に対して管理責任を負うことを識別
するため、許可された記憶域を拘束する。

管理責任には、別のバス装置がその記憶域を独立に使用
しないというある水準の保証のもとて記憶域の読取り及
び書込みを行なう能力が含まれる。

次いでバス管理機構は記憶域を、要求された数のブロッ
クにブロック化し、記憶域リスト制御ブロック５ＬＣＢ
を組み立て、記憶域を要求するバス装置を許可されたブ
ロックの記憶アドレスに接続するポインタを保持する。

バス管理機構は次に要求元バス装置に記憶域リスト使用
可能メツセージを送り、３０８で処理を継続する。

ブロック３００に戻り、バスの通信が記憶域要求でない
場合は、３１０で、記憶域リスト完了メツセージである
かどうか判定するため、通信が検査される。そうである
場合は、３１２で識別された記憶域がシステム記憶管理
機構に返され、記憶域管理権を返却したバス装置を指す
ポインタが削除される。３１４で処理が継続する。ブロ
ック３１０で記憶域リスト完了メツセージが検出されな
い場合は、３１６で処理が継続する。

ホスト自体が記憶域が返されることを望んでいることを
示す要求を、スレーブＤＭＡのみを備えたバス装置のバ
ス管理機構が受は取った場合は、ブロック３３０で、第
２４図に示す流れに入る。

そのような要求は、オペレータによる遮断コマンドの結
果として、または、ある種の時刻割込みによって発生す
ることがある。いずれにしても、記憶域返却要求を受は
取ると、バス管理機構は、別のバス管理機構によって管
理されているために拘束されている記憶域を調べ、返却
すべき記憶域を選択する。バス管理機構が使用量に関す
るある種の統計を保持することもでき、あるいは要求で
、遮断すべき装置の種類を指定することもできる。

このようにして、バス装置は、返却を要求する記憶域に
関して選択的である。３３２で、記憶域を返却するため
のバス・メツセージが所望のバス装置に送られる。バス
装置は、第２３図の流れに示すように、記憶域リスト完
了メツセージを返す。

次に、３３４で処理が継続する。

遠隔記憶管理機構はまた、システムの処理能力を均衡さ
せるために使用することもできる。バス装置が十分な主
記憶装置を持たない場合は、ホストの主記憶装置内のバ
ッファの使用を要求することができる。十分なバス処理
能力がある場合、バス装置の処理能力を高めることがで
きる。システムは他のバス装置の処理能力を容易に追跡
して、作業要求に対する応答が遅いバス装置により多く
の遠隔記憶域を割り振ることができる。ホストの主記憶
装置が余りにも多く遠隔的に管理されている場合は、割
り振られた量がホストの処理能力の潜在的な低下によっ
て相殺されるはずである。

逆の流れ 上述のように、作業要求の通常の流れは、ホスト・プロ
セッサ５６から入出カプロセッサ６６に向かう。それに
は、入出カプロセッサ６６に結合された補助記憶装置に
対するデータの読取り及び古込み、あるいは入出カプロ
セッサ６６を介する通信の開始等の作業が含まれる。マ
スクＤＭＡ機能を備えた入出カプロセッサ６６及びスレ
ーブＤＭＡ機能を備えたホスト・プロセッサ５６がある
と、この関係に理想的に適合する。入出カプロセッサで
あるサーバは、ホストに割り込むことなくデータの転送
を駆動する。

作業要求をホストに送るプロセスを入出カプロセッサ１
６がをすることが一般的になってきた。

そうすると、作業に関連するデータの逆の流れが生じる
。ホストは入出カプロセッサからデータをＤＭＡ転送で
きないので、入出カプロセッサは、前述のメツセージを
用いて得た、ホストの主記憶装置内の遠隔バッファを使
用する。

次に、逆の流れの一例について第２５図を参照しながら
説明する。マスクＤＭＡ機能を備えた要求元バス装置、
すなわち、入出カプロセッサ６６は、図の右側に示すス
テップを実行し、スレーブＤＭＡ機能を備えたサーバ・
バス装置、すなわち、ホスト・プロセッサ５６は、図の
左側に示すステップを実行する。工ないし１０の番号を
付したステップについて説明する。

１、要求元プロセスはプロセス間動詞インターフェース
における要求をプロセス間機構、すなわち、第２図のＩ
ＰＣＦ７４に出す。

２、ハス管理機構８８はホスト・プロセッサの主記憶装
置５８内で十分な大きさのバッファを得（まだ持ってい
ない場合）、バス・ハードウェア９２を介してマスクＤ
ＭＡ動作を開始して要求をサーバ・バス装置５０内の遠
隔記憶域に移す。

３、要求元のバス管理機構８８はバッファ内へデータを
ＤＭＡ転送する。

４、バス管理機構８８は次にサーバ記憶装置のバッファ
内へＲＲＣＢをＤＭＡ転送する。ＲＲＣＢはこのとき、
ステップ２及び３でサーバ・バス装置内の遠隔記憶域内
へＤＭＡ転送された要求及びデータのサーバ記憶装置内
でのアドレスを使用する。

５、要求元プロセッサ６６内のバス管理機構８８は、Ｒ
ＲＣＢ及びデータがサーバ記憶装置内にあることを示す
操作開始バス装置メッセージヲサーバ・プロセッサに送
る。操作開始メツセージが送られた時点で、プロセス間
機構を使用するプロセスに関連するすべてのデータは、
サーバの記憶装置内へＤＭＡ転送されている。

６、要求はプロセス間機構７２によってサーバ。

プロセスに渡される。

７、サーバ・プロセスは、サーバのローカル記憶装置に
ある必要なデータを要求する。バス管理機構８８は依然
としてバッファの制御権をもつが、バス管理機構８６は
、操作開始メツセージを処理しながら、これらのバッフ
ァにアクセスすることができる。サーバ・プロセスのバ
ス管理機＋Ｒ８６は、サーバ・プロセスがアクセスでき
る主記憶装置５８の区域にそのデータを転送する。

８、サーバ・プロセスが要求された操作を完了すると、
ＩＰＣＦ動詞を使ってプロセス間機構７２にそのことが
知らされる。

９、サーバ・プロセッサ５６内のバス管理機構８６は、
状況情報を含む操作終了メツセージを出す。このメツセ
ージは、バス管理機構８６によってバッファに入れられ
た応答を要求元プロセッサ６６内のバス管理機構８８に
知らせる。そのような応答を検索した後、バス管理機構
８８は、次のものが使用できるようにバッファを解放し
、要求された操作が完了したことを要求元プロセスに示
す。

１０、プロセス間機構７４は次に、操作が完了したこと
を要求元プロセスに知らせる。

信号メツセージによる逆の夜並 信号バス装置メツセージのフォーマツトラ第２６図に示
す。信号バス装置メツセージはバス管理機構が出し、短
いメツセージを別のプロセッサ内のプロセスに転送する
ために使用される。１回の使用で一度に４文字までのデ
ータ転送が含まれる。

信号メツセージを送るバス管理機構は、信号メツセージ
の受信側が応答を送ることを要求しない。

要求元とサーバ・プロセスの間で上位レベルのプロトコ
ルによる応答があり得るが、好ましい実施例ではバス管
理機構は何も要求しない。信号メツセージの送信側は、
信号メツセージをサーバ・バス装置が受は取ることを保
証できない。信号メツセージのための流れ制御機構は存
在、しない。

タトエハ、受信側プロセスが記憶域を得ることができな
かったので、信号を実行できないと送信側に知らせるた
めの機構はない。このため、応答が必要でない場合に融
通性が得られる。作業要求ではなく信号メツセージを使
用するとオーバーヘッドが少なくなる。Ｒ，ＲＣＢは必
要でない。

信号メツセージは２つの予約フィールドを含み、これら
の予約フィールドは好ましい実施例ではＯである。２Ｘ
フイールドはバス装置メツセージのタイプを定義するた
めに使用される。このフィールドの２は、これを信号バ
ス装置メツセージとして定義する。又はユーザ・データ
・フィールドの内容を指定する。信号メツセージのタイ
プは次の通りである。

２０−アテンション（受信側への警告用）２１−即値デ
ータ　−１／ディト ２２−即値データ　−２バイト ２３−即値データ　−３バイト ２４−即値データ　−４バイト ２５−即値エラー・データ ２６−即値ユーザ・タイプ■データ ２７−即値ユーザ・タイプ２データ ２８−即値ユーザ・タイプ３データ ２９−即値ユーザ・タイプ４データ ２Ａ−２Ｆ−将来の使用のため予約されている。

メツセージのユーザ・データ・フィールドは、ユーザ定
義データ、すなわち、即値データを含む。

このフィールドの即値データは左寄せすることが好まし
い。目標ＣＩＤフィールドはこのバス装置メツセージの
目標プロセスを識別する。

マスクＤＭＡを備えたバス装置からの作業要求及び関連
データを転送する責任を逆にして、マスクＤＭＡを備え
たバス装置によって転送されるようにするための機構を
もたらすために、信号メツセージの変形を使用する。第
２７図に示すように、遠隔記憶域バージョンの代わりと
して異なる形式の信号メツセージを使用する。逆の流れ
のバージョンを実施することはたやすいが、逆の流れの
遠隔記憶域バージョンがもたらすのと同じ保証を与えな
い。

入出力バス装置がホスト・バス装置で信頼性／可用性／
保守容易性（ＲＡＳ）タイプのプロセスに対する要求を
開始する必要があるときは、第２７図に示すフォーマッ
トの信号メツセージを送る。

ユーザ・データは、検索されるレコードの長さを示す２
バイトの長さフィールド、及び２バイトのオフセットと
して定義される。オフセット・フィールドは、入出力バ
ス装置によって割り当てられる、符号化された値であり
、信号メツセージを３つのタイプの信号メツセージの１
つに応答して発生される作業要求に関連づけるための追
跡機構として使用される。入出力バス装置の作業要求に
対応するタイプは以下のように定義される。

２６−タイプ１の要求　−エラー・データ２７−タイプ
２の要求　−資源データ ２８−タイプ３の要求　−テスト・データ他のタイプは
容易に識別することができる。

ＲＡＳタイプのプロセスは入出力バス装置からのタイプ
要求を検索し、要求中の信号メツセージのタイプ・フィ
ールド、オフセット・フィールド及び長さフィールドの
値を返す。入出力バス装置は要求に応答して、識別され
たタイプ要求コマンド及び関連データを返す。これらの
タイプ要求それぞれのフォーマットは、以前の逆の流れ
方式を使って、または通常の流れによって送られた場合
と同じになる。

この逆の流れ方式の１つの使用例は、エラー・データを
検索する際に見られる。信号メツセージを受は取ったホ
ストは、コマンド・バイト及び関連データを検索するた
めの作業要求を送る責任がある。以下の作業要求フィー
ルドは、所与の信号メツセージ・フィールドを含む。

目標−タイプ アドレス−オフセット ＧＥＴＭＡＸ−長さ 入出力バス装置は次に、タイプ１．２または３の要求に
対応するプロセスの要求された待ち行列の１つから、次
の使用可能な項目をＦＩＦＯ順に返す。

長さフィールドは、入出力バス装置が返すデータの長さ
を指定する。たとえば、返すことができる最大長は、好
ましい実施例においては、送られる信号メツセージのタ
イプが与えられていれば、タイプ１．２及び３に対して
それぞれ２８８．２７２、または４８である。ただし、
バイトで表わした入出力装置内の作業要求の実際の長さ
と、関連データの和がそれよりも小さくなることもあり
得る。入出力バス装置の作業要求は、関連データの実際
の長さを指定する。

システムの待合せ限度またはエラー状態により信号メツ
セージが失われる可能性があるので、メツセージを処理
するためのシステム待ち行列のサイズは最小にすること
が好ましい。少なくとも、ＥＮ要求に対して１７個の信
号、タイプ２の要求に対して２４個の信号、及びタイプ
３の要求に対して１６個の信号があれば、信号メツセー
ジを失うことなく、大部分の状況に対処することができ
る。

これらの数はバス装置資源サポートがどんなタイプであ
るかに大きく依存しており、ここではバス装置が直接ア
クセス記憶制御装置である好ましい実施例として上記の
数字を提示した。

上記の数は、入出力バス装置の作業要求を含む入出力内
部バッファ内の項目数である。項目がホストの作業要求
でそれらのバッファからクリアされず、しかもバッファ
が溝棒の場合は、エラー・データ・タイプが送られる。

信号メツセージのオフセット値は、信号メツセージが失
われたかどうか判定するための追跡手段として使用され
る。予想されないオフセット値を含むホスト作業要求は
、信号メツセージの消失を示す。次に信号メツセージが
入出力バス装置によって送り直される。ホストの要求に
対する応答は、ホスト・バス装置がその要求を廃棄すべ
きことを示すエラー・コードを含む。この追跡方式はま
た、要求されたレコードが既に送られているというタイ
ミング状態を扱うための相関をも行なう。

ホスト作業要求は以下の情報を含む。

バイト　　　　　　　　　　説　　明 ０−１　　　　コマンド長 ２　　　　　コマンド修飾子 ３　　　　　コマンド・コード＝Ｘ’２３’４　　　　
　修飾子 ビット０〜１−　アクセス・ モード ＝”ｏｏ’ ビット２〜７−　予約 ５〜７　　　予約 ８〜１５　　アドレス：オフセット　−　先行０を加え
て右寄せする。

１６〜２３　目標 バイト１６：信号メツセージのタ イブ バイト１７〜２３：予約 ２４〜２７　活動化ＩＤ＝バス装置資源ＩＤ２８〜３１
　　ＧＥＴＭＡＸ＝信号メツセージからの長さ ホストの要求に対する応答が入出力バス装置から返され
る時、その要求に関連するデータを記述する以下の情報
を含む。

バイト　　　　　　　　　　説　　明 Ｏ〜１　　　コマンド長 ２　　　　　コマンド修飾子 ３　　　　　コマンド・コード（信号メツセージのタイ
プに関連する） ４　　　　　修飾子 ５〜（ｎ−１）コマンド・テキスト （ｎ＝コマンド長） ｎ−Ｌ　　　　データ（Ｌ＝データ入力記述子の長さ） ＤＭＡ要求による逆の流れ データの流れの制御を逆転するためのさらに別の方法は
、第２８図及び第２９図に示す１対のバス装置メツセー
ジを使用することである。ＤＭＡ要求バス装置メツセー
ジ（第２８図）は、記憶装置へのＤＭＡ転送を要求する
ため、サーバ・バス装置から要求元に送られる。要求元
バス装置からのＤＭＡ完了バス装置メツセージ（第２９
図）は、ＤＭＡ動作が完了したことを示す。要求元のバ
ス装置、すなわちマスクＤＭＡを備えたバス装置が、サ
ーバ・バス装置に対するサービスを実行する。

要求元バス装置内のバス管理機構は、どのＣＩＤがこの
サービス要求を引き起こしたかを知らない。

サーバ・バス装置内のバス管理機構が操作開始バス装置
メツセージを受は取った場合がその一例である。バス管
理機構は次に、要求元の記憶装置内のＲＲＣＢのアドレ
スと、それを入れるべきサーバの記憶装置内の場所とを
指定するＤＭＡ要求バス装置メツセージを送る。要求元
バス装置はサービスを実行し、動作が完了したことをＤ
ＭＡ完了バス装置メツセージで他方のバス装置に知らせ
る。

ＤＭＡ要求メツセージを受は取ったバス管理機構は、サ
ービスの本当の要求者を知ることなく、要求されたサー
ビスを実行する。バス管理機構は他方のバス転送機構の
ためのサービスを行なう。

ＤＭＡ要求バス装置メツセージのフィールドは以下の通
りである。

予約フィールドは、０でなければならない。

長さフィールドは、このＤＭＡ要求動作で転送されるデ
ータの長さを示す。

ＤＭＡ　　ＩＤは、このＤＭＡ要求に使用されるＩＤで
あり、このＤＭＡ要求メツセージを識別するためにＤＭ
Ａ完了バス装置メツセージでこのＩＤを返さなければな
らない。この識別は当該ＤＭＡ要求及びＤＭＡ完了バス
装置メツセージ以外では意味を持たない。

タイプＩＤ（ＯＸ）は、バス装置メツセージのタイプ及
びＤＭＡの方向を定義するために使用される。ＤＭＡ要
求は２つの可能な１６進値を有する。

’０３’−−要求元プロセッサからサーバ・プロセッサ
へ ゛０４°−−サーバ・プロセッサから要求元プロセッサ
へ 要求元プロセッサ・データ・アドレス働フィールドは要
求元記憶装置でのデータ転送の開始アドレスである。デ
ータ転送の方向はタイプ・フィールドによって指定され
る。これは、操作開始バス装置メツセージから得られた
ＲＲＣＢのアドレス、またはＲＲＣＢの内容から得られ
たデータ・フィールド・アドレスでもよい。

サーバ・プロセッサ・データ・アドレス・フィールドは
、サーバの記憶装置内でのデータ転送の開始アドレスで
ある。データ転送の方向はタイプ・フィールドによって
指定される。

要求元が要求されたＤＭＡ動作を完了すると、動作が完
了したことをサーバに知らせる。これは、第２９図のＤ
ＭＡ完了バス装置メツセージを送ることによって行なわ
れる。サーバ・プロセッサが要求されたＤＭＡ動作を実
行中にバス・エラーが発生した場合は、ＤＭＡ完了バス
装置メツセージではなくバス・エラー状態バス装置メツ
セージが返される。

Ｄ　Ｍ　Ａ　完了バス装置メツセージのフィールドは以
下の通りである。

予約フィールドはＯでなければならない。

ＤＭＡ　　ＩＤは、ＤＭＡ要求でもたらされたＩＤであ
り、このＤＭＡ要求の要求元を識別するために使用され
る。

タイプ・フィールド（ｏ５）はバスｇ装置メツセージの
タイプを定義するために使用される。

他の２つの予約フィールドはすべて０でなければならな
い。

操作開始バス装置メツセージで開始されたシーケンスは
操作終了バス装置メツセージで完了する。

第３０図は、スレーブＤＭＡ機能を持たないバス装置で
開始された要求送信動作の簡略化したメツセージの流れ
の一例である。

１、サーバ・プロセス、この場合にはホスト・バス装置
内の処理が、その処理中の待機したい地点に到達する。

ＩＰＣＩｉ’待ち行列受信動詞（前出の米国特許第４６
４９４７３号参照）を出す。（この例では、サーバが待
ち行列受信により作業要求を要求したと仮定する。）そ
の入力待ち行列には要求ノートはないので、目標プロセ
スは待機状態に入る。前記米国特許に記載されているよ
うに、待ち行列受信動詞は入力待ち行列から要求ノート
を受は取るためのものであり、要求ノートは要求の長さ
及び識別子（ＲＩ　Ｄ）要求元等の情報を含んでいる。

２、要求元、この例では入出力プロソセサＩＯＰ内のプ
ロセスは、データをホスト・ブロッセサ内のサーバ・プ
ロセスに送ろうとする。要求元プロセスはＩ　ＰＣＦ要
求送信動詞を出す。

プロセスからのＩ　ＰＣＦバス管理機構マツプ情報をＲ
ＲＣＢにマツプする。

３、ＩＯＰ内のバス転送機構は、要求元が出した要求送
信の結果として、バス上での動作を開始する。ＩＯＰの
バス管理機構は操作開始バス装置メツセージをホストに
送る。

４、ホスト内のバス管理機構は、バス装置メツセージに
よって指定された場所に、ＩＯＰ内のバス管理機構がＤ
ＭＡ転送を行なうことを要求するＤＭＡ要求バス装置メ
ツセージを送る。

５、ＩＯＰバス管理機構は要求されたＤＭＡ動作を実行
して、ＲＲＣＢをＩＯＰの記憶装置からホストの記憶装
置に移す。

６、ＩＯＰ内のバス管理機構は、要求されたＤＭＡ動作
が完了したことを示すＤＭＡ完了バス装置メツセージを
ホストに送る。

７、ホスト内のバス管理機構は、バス装置メツセージに
よって指定された場所から、ＤＭＡ動作を実行するよう
ＩＯＰ内のバス管理機構に要求するＤＭＡ要求バス装置
メツセージを送る。

これはホストのバス管理機構によって所有される記憶域
から行なわれる。

８、ＩＯＰのバス管理機構は要求されたＤＭＡ動作を実
行して、その要求をＩＯＰの記憶装置からホストの記憶
装置に移す。

９、ＩＯＰ内のバス管理機構は、要求されたＤＭＡ動作
が完了したことを示すＤＭＡ完了バス装置メツセージを
送る。上記３つのステップは、要求が４バイトよりも小
さい（たとえばＲＲＣＢ内の即値データ）場合は必要で
ない。

１０、ノートがＩＰＣＦを介して該当のサーバ・プロセ
スに送られる。これで、未処理の待ち行列受信が満たさ
れる。

１１、サーバ・プロセスは次に、ホストの記憶装置のど
こにデータを入れるかを指定するＩＰＣＦデータ受信動
詞を出さねばならない。

１２．ホスト内のバス管理機構は、バス装置メツセージ
によって指定された場所へのＤＭＡ転送を実行するよう
ＩＯＰ内のバス管理機構に要求するＤＭＡ要求バス装置
メツセージを送る。

このアドレスは、ＩＰＣＦデータ受信動詞によって指定
される。

１３、ＩＯＰ内のバス管理機構は要求されたＤＭＡ動作
を実行して、ユーザ・データをＩＯＰの記憶装置からホ
ストの記憶装置に移す。

１４、ＩＯＰ内のバス管理機構は、要求されたＤＭＡ動
作が完了したことを示すＤＭＡ完了バス装置メツセージ
を送る。

１５、サーバのデータ受信は、上記の動作によって満た
される。

ステップ１２ないし１５は、要求されたすべてのデータ
を転送するのに必要な回数だけ反復する。

１６、要求元プロセス、この場合はＩＯＰ内のプロセス
は、その処理中の待機したい地点に到達する。要求元プ
ロセスは待ち行列受信動詞を出す。その入力待ち行列に
は要求はないので、要求元プロセスは待機状態に入る。

１７、サーバ・プロセスは次に、状況情報を含む応答送
信動詞を出す。

１８、ホスト内のバス管理機構は、要求された動作が完
了したことを示す操作終了バス装置メツセージを送る。

１９、ノートが要求元の待ち行列に送られる。これで要
求元の待ち行列受信が満たされる。

逆の流れ方式を使用することにより、プロセス間の通信
をプロセスから独立にし、かつプロセスに対してトラン
スペアレントにしようとするという目標が維持された。

実際には、バス管理機構は、ＩＰＣＦ）ｉ５ｆｆを通信
の細部から隔離するためにも使用される。接続グループ
を使用したため、流れ制御の水桑を高めて、保証された
最低水準のサービスが得られるように資源がプロセスに
割り当てられるようにすることが可能になった。様々な
好ましい実施例について説明したが、特許請求の範囲内
で多くの変形が可能であることは当業者にとって明らか
である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、プロセス間の論理的接続を有する論理的接続
グループを示す多重処理システムの概略ブロック図であ
る。 第２図は、米国特許第４６４９４７３号に記載のプロセ
ス間通信機構を有する多重処理システムの概略ブロック
図である。 第３図は、第１図の論理的接続グループの管理に使用さ
れるテーブル及び制御ブロックを示す図である。 第４図及び第５図は、もっと多くの要求を受は入れるの
に十分な資源を持たない接続グループに向けられた作業
要求のための待ち行列満杯状況に応答する要求元バス装
置の動作を示す流れ図である。 第６図は、待ち行列間の関係を示すブロック図である。 第７図は、十分な資源が接続グループ中で使用可能であ
るかどうか判定し、使用可能でない場合には待ち行列満
杯メツセージを送るサーバ・バス装置の流れ図である。 第８図は、接続グループに対して資源がいつ使用可能に
なったかを判定し、待ち行列空間使用可能メツセージを
送るサーバ・バス装置のもう１つの流れ図である。 第９図は、バス・エラー状態メツセージのフォーマット
を示すブロック図である。 第１０図は、資源が接続グループにとって解放されてい
ることを示す待ち行列使用可能メツセージのフォーマッ
トを示すブロック図である。 第１１図は、接続グループに作業要求の受入れを開始す
るよう知らせる待ち行列再ＤＦｊメツセージのフォーマ
ットを示すブロック図である。 第１２図は、接続グループに対する待ち行列満杯状態に
関係するメツセージの流れの図である。 第１３図は、識別されたプロセスに対する作業要求があ
ることを示す操作開始メツセージのフォーマットを示す
ブロック図である。 第１４図は、要求及びデータの場所を識別するために使
用される要求／応答制御ブロックＲＲＣＢのフォーマッ
トを示すブロック図である。 第１５図は、要求／応答制御ブロックに対する追加のフ
ォーマットを示すブロック図である。 第１６図は、作業要求に対する応答があることを示す操
作終了メツセージのフォーマットを示スブロック図であ
る。 第１７図は、管理すべき遠隔記憶域を要求する記憶域要
求メツセージのフォーマットを示すブロック図である。 第１８図は、遠隔的に管理される記憶域リストの場所を
示す記憶域リスト使用可能メツセージのフォーマットを
示すブロック図である。 第１９図は、管理される遠隔記憶域を識別するために使
用される記憶域リスト制御ブロック５ＬＣＢのフォーマ
ットを示すブロック図である。 第２０図は、遠隔記憶域の管理権を返すために使用され
る記憶域リスト完了メツセージのフォーマットを示すブ
ロック図である。 第２１図は、遠隔記憶域の管理権の返却を要求するため
に使用される記憶域リスト返却メツセージのフォーマッ
トを示すブロック図である。 第２２図は、遠隔記憶域の管理の制御権の転送に関係す
るメツセージの流れの図である。 第２３図は、遠隔記憶域の管理権の授与を示す流れ図で
ある。 第２４図は、遠隔記憶域の管理権の返却を示す流れ図で
ある。 第２５図は、作業要求の流れの逆転に関係するメツセー
ジの流れの図である。 第２６図は、少量のデータを非公式に転送するために使
用される信号メツセージのフォーマットを示すブロック
図である。 第２７図は、作業要求の流れを逆転するための信号メツ
セージの代替バージョンを示すブロック図である。 第２８図は、ＤＭＡ転送を要求するために使用されるＤ
ＭＡ要求メツセージのフォーマットを示すブロック図で
ある。 第２９図は、ＤＭＡ転送が完了したことを示すために使
用されるＤＭＡ完了メツセージのフォーマットを示すブ
ロック図である。 第３０図は、データを転送するために第２８図及び第２
９図のＤＭＡメツセージを使用することに関連するメツ
セージの流れの図である。 ５０．５２・・・・バス装置、５６・・・・ホスト・プ
ロセッサ、５８．６８・・・・主記憶装置、６６・・・
・入出カプロセッサ１．７０．７２・・・・ＩＰＣＦ１
８６．８８・・・・バス管理機構、９０・・・・スレー
ブＤＭＡ機能、９２・・・・マスクＤＭＡ機能。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
ーコーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） 篤６（２） 某　９　回 ハス・エラー１に煎。 第１０　図 Ｌｒ　う３１ン１１　ヶ団イ犬用モ丁冒し第１１　図 ス今らオ〒ｉ＊ｌｌｉ　閣 Ｖ、１２　　口 メッ七−シ （１）糧年閣＠（＋）−一一一−−− メツで−シ （１２）補作Ｍ１妬（３）−一一一一−ＲＣＢ ｖ　１４　図 −〜　　哨 −〜　　ｎ だ　訃　訃 ＲＦ？ＣＢ　　（這広り 篤　１５　　圀 −〜　　つ 二二二 ひ　（′−い −〜　　的 −〜　　哨 笛　２４　日 ｖ２５０ １七　動 メツで一ジ □　婦作聞（ぢ　　（５） １；号 信号　（イ曳賛ハ゛−ジョン） 笛　２７　口 ”１２８図 ＤＭＡ　を奴 算２９図 ＤＭＡ免ゴ 寸−八　（本スト） （１）　端う后１１１喫侶 （４）　ＤＭＡ　を太。 （７）　ｏＭａｔ本 Ｃｌ０）　　ノート Ｃ１１）　　ヂ“−ダ食信 （１２１０ＭＡ＠求 （１７）　　応答ｙ信 （Ｉ８）詩、作終了 第３０口 安水ｔ　　　（ＬＯＰｌ 娶本逝倦　（２） メツで−ジ メッｔ−ジ メ・ンヤージ メッ七−一ン

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 それぞれがプロセス・グループを含む少なくとも２台の
   プロセッサを備えたデータ処理システムにおいて、 あるプロセス・グループに属する要求元プロセスから別
   のプロセス・グループに属するサーバ・プロセスに対し
   て作業要求を出す際に、前記要求元プロセスを含む要求
   元プロセッサから前記サーバ・プロセスを含むサーバ・
   プロセッサに作業を開始するためのメッセージを送り、
   前記サーバ・プロセッサは前記メッセージを受取った時
   に資源が不十分であればその旨を示すメッセージを前記
   要求元プロセッサへ送ると共に、資源が使用可能になっ
   た時点で資源使用可能メッセージを前記要求元プロセッ
   サへ送り、前記要求元プロセッサは前記資源使用可能メ
   ッセージに応答して再開メッセージを前記サーバ・プロ
   セッサへ送り、前記サーバ・プロセッサは前記再開メッ
   セージを受取った後でのみ前記要求元プロセッサからの
   作業開始のメッセージを待ち行列に入れることを特徴と
   するプロセス間通信方法。