JPH02122363A - 分散アプリケーション・プログラム実行方法 - 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 本発明は複数のインテリジェントワークステーションが
接続されたホストシステムを含むデータ処理ネットワー
クにおけるプログラム間連絡（ｉｎｔｅｒ−ｐｒｏｇｒ
ａｍ　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　）に関し、さらに
詳しくいえば、比較的多数の端末によって同時にネット
ワーク上で実行される１つのアプリケーションの分散さ
れた部分間における通信に関する。

Ｂ、従来技術及びその課題 従来技術は様々なコンピュータネットワークを開示して
いる。Ｉ　Ｂ　Ｍ　　Ｓ　ｙｓｔｅｍ　　Ｊ　ｏｕｒｎ
ａｌ第２２巻第４号（１９８３年）はＩＢＭのＳＮＡ（
Ｓｙｓｔｅｍ　　Ｎｅｔｗｏｒ’ｋ　　Ａｒｃｈｉｔｅ
ｃｔｕｒｅ）の概観に関する一連の論文を掲載している
。この刊行物の第３４５頁では、ネットワークは、端末
、コントローラ、プロセッサ及びこれらを接続するリン
クから成る１つの構成として定義されている。このよう
な構成がデータ処理及び情報交換を含むユーザのアプリ
ケーションをサポートし、がっ、ＳＮＡの仕様に適合す
るとき、それはＳＮＡネットワークと呼ばれる。ＳＮＡ
は１つのネットワークにおける物理的エンティティに関
連する論理的エンティティを規定し、これらの論理的エ
ンティティの間の対話についての規則を定める。

ＳＮＡネットワークの論理的エンティティはネットワー
クアドレス可能単位及びそれらを接続する経路制御ネッ
トワークを含む。ネットワークアドレス可能単位は”セ
ツション”と呼ばれる論理的な接続を用いて互いに通信
する。ネットワークアドレス可能単位（以下ｒＮＡＵＪ
ともいう）の３つのタイプは論理装置（以下ｒＬＵＪと
もいう）、物理装置（以下ｒＰＵＪともいう）及びシス
テムサービス制御点（以下ｒＳ　Ｓ　ＣＰＪともいう）
である。これらは次のように定義される。

論理装置（ＬＵ）： ＬＬＩはエンドユーザがこれを使ってそのＳＮＡネット
ワークをアクセスできる１つのボートである。エンドユ
ーザは１つのＬＵｅ用いて他のエンドユーザと通信し、
５ｓｃｐのサービスを要求する。

物理装置（Ｐｕｔ）： ＰＵは５ｓｃｐと協働してノードの資源を管理する１つ
の構成要素である。

システムサービス制御点（ＳＳＣＰ）：５ｓｃｐは構成
管理、問題判別及びエンドユーザのためのディレクトリ
サービスに関する１つの焦点である。５ＳＣＰはＬＵ及
びＰＵとのセツションを保有することができる。そのよ
うなセツションが生じると、そのＬＵ又はＰｕｔは５ｓ
ｃｐの定義域内に存在する。ＬＵ及びＰＵとのセツショ
ンの他に、５ｓｃｐは異なる定義域におけるＬＵ間のセ
ツションの開始及び終了を調整するために互いに通信す
ることもできる。

ハードウェアの観点からいうと、単純なネットワークは
処理ユニットを有するホストシステム及び個々のユーザ
に割振られた複数の遠隔の端末を含む。これらの遠隔の
端末は１以上の通信リンクを介してホストシステムに選
択的に接続できる。

これらのリンクは単に同軸ケーブルであったり、専用の
電話回線であったり、場合によっては衛星通信リンクで
あったりする。

ホスト処理ユニットは多数の仮想計算機ないしはそれと
機能的に同等のものについての生成をサポートする。こ
れらの仮想計算機は要求時にエンドユーザに割振られる
。１つの仮想計算機はホストシステムのホストプロセッ
サのハードウェアをタイムシェアリングすることによっ
て、その割振られたエンドユーザのタスクを処理する。

ホストシステムによっては１以上のハードウェアプロセ
ッサを含むものもあり、この場合、複数のプロセッサが
並行して走行するので、ホストでは真の同時処理が行わ
れる。しかし、タイムシェアリングの技術によって仮想
計算機のためのデータ処理タスクを”並行”して走行す
る１つだけのハードウェアが存在するという方が一般的
である。これは端末におけるエンドユーザにとってはト
ランスペアレントである。

端末の２つの一般的なタイプがデータ処理ネットワーク
において使用されている。１つは、キーボード及びデイ
スプレィ装置しか持たず、ホストシステムとの接続を要
求する以外の処理能力をほとんどまたは全く有しないよ
うな”ダム端末”と呼ばれるものである。もう１つはイ
ンテリジェントワークステーション（ＩＷＳ　）と呼ば
れるもので、これには、自己の処理ユニット、オペレー
ティングシステム及び周辺装置が設けられている。

ＩＷＳとパーソナルコンピュータという用語は、しばし
ば、交換可能に用いられている。容易に入手できるパー
ソナルコンピュータは非常に魅力的な価格及び性能を有
するので、新しいネットワークのほとんどにはＩＷＳタ
イプの端末が設置され、一方、古いネットワークの多く
も、ダム端末をＩＷＳに交換することによって修正され
つつある。

ネットワークの各エンドユーザに自己処理能力を与える
と、従前はホストで行われていたデータ処理タスクの多
くをホストＣＰＵから解放することができる。したがっ
てホストＣＰＵによって処理されるタスクの性質が変化
し、電子メールや電子カレンダの如きより高度なアプリ
ケーションがホストシステムの制御の下でネットワーク
に実現されている。これらのアプリケーションの双方は
、そのアプリケーションプログラムの一部がホストシス
テムに存在し、別の部分がＩＷＳに存在するような分散
アプリケーションプログラムと呼ばれる。

現行のデータ処理ネットワークの多くは、１９７４年に
初めて記載された１８Ｍ社のＳＮＡアーキテクチャに従
って設計されている。それ以来、様々な新しい機能及び
サービスが付加されてきた。

前に示唆したように、ＳＮＡネットワークはデータリン
クによって相互に接続された複数のノードとしてみるこ
とができる。これらの各ノードでは、経路制御素子が資
源マネジャの間で経路情報単位（ＰＩＬＩ）と呼ばれる
情報パケットを送る。これらの経路の論理的な接続はセ
ツションと呼ばれる。

したがってデータのための移送ネットワークは経路制御
素子及びデータリンク制御素子によって定められる。

ノードは複数のリンクによって接続することができ、複
数のＬＵを含む。ＳＮＡアーキテクチャのわく組内でＬ
ＬＩのセツション及びプロトコルの様々なタイプが確立
されてきた。セツションには一般的な３つのクラスが存
在する。第１のクラスはＳＮＡによって指定されない。

第２のクラスは端末を含み、第３のクラスはプログラム
闇通信（ｐｒｏｇｒａｍ　　ｔｏ　　ｐｒｏｇｒａｍ　
　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　）を含む。

たとえば、ＬＬＩ６はＬＵ２及びＬＵ７のようなＬＵタ
イプの制約をなくすＳＮＡで定義されたプログラム間連
絡（ｉｎｔｅｒ−ｐｒｏｇｒａｍ　　ｃｏｍｍｕｎｉｃ
ａｔｉｏｎ　）を提供する。ＬＵ６，２はＡ　Ｐ　Ｐ　
Ｃ（ＡｄｖａｎｃｅｄＰｒｏｇｒａｍ　　ｔｏ　　Ｐｒ
ｏｇｒａｍ　　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ）と呼ばれ
ている。

論理装置はメツセージボート以上のものである。

ＬＵは１以上のローカルプログラムを含むプログラム間
通信のようなオペレーティングシステムのサービスを提
供する。各アプリケーションプログラムはＬＵをローカ
ルオペレーティングシステムとみなし、セツションによ
って接続された柔軟結合式ＬＵのネットワークを分散オ
ペレーティングシステムとみなす。

ＬＵは複数の資源をそれらのプログラムに割振る。これ
は特定のハードウェア及びその構成に依存する。使用可
能となった資源のうちの幾つかは遠隔であり他の資源は
ローカルである（すなわち、そのアプリケーションと同
じプログラムに関連する）。これらのセツションは各Ｌ
Ｕでローカル資源とみなされるが、特定のＬＵの間で共
用される。

１つのＬＵの制御機構は資源の割振りである。

プログラムはオペレータに資源へのアクセスを要求する
。ＬＵ又はＬＵで走行するプログラムの間でメツセージ
を伝達するセツションは共有資源とみなされる。１つの
セツションは順次的に実行される複数の会話に分けられ
る。

１つのセツションで接続される２つのＬＵはセツション
を”会話”として使用するためのアプリケーションプロ
グラムに割振ることに関して共通の責任を有する。した
がって、これらのアプリケーションプログラムは、しば
しば、”トランザクシヨンプログラム”と呼ばれる。

ＬＬＩの間における成功的な接続は、まず２つのＬＬＩ
間のセツションを活動化し、次にメツセージデータの交
換を促進するように機能するプロトコルの共通のセット
の結果として行われる。

１８Ｍ社の刊行物である５Ｃ３０−３１１２には、たと
えばプログラミング言語の宣言、ネットワークエンティ
ティ間で流通するメツセージのフォーマット、これらの
メツセージの生成、操作、変換、送信及び返送を行うプ
ログラムなどを定めることによってＳＮＡが記述されて
いる。

１８Ｍ社によって刊行されたＧＣ３０−３０８４と呼ば
れるＬＵ６．２に関するＳＮＡトランザクションプログ
ラムリファレンスマニュアルは製品を導入することによ
って提供される機能を記述する動詞（ｖｅｒｂ　）を定
める。

ＳＮＡタイプのネットワークに接続されたＩＷＳであっ
てこのＩＷＳとホストシステムとの間に分散されたアプ
リケーションプログラムを処理するためにＬＵ６．２の
プロトコルを用いるＩＷＳは、そのオペレーティングシ
ステムが端末で並行して２以上のアプリケーションを走
行しない限りは効率よく働く。しかしながら、ＩＷＳが
Ｏ８／２（Ｏ５／２によってＩＢＭ　　ＰＳ／２の如き
ＩＷＳは分散された並行アプリケーションプログラムを
走行することができる）のようなオペレーティングシス
テムの下で作動するときは、Ｐ　Ｓ／２上の並行動作の
利点は失われてしまう。というのは、ホストでは端末で
並行して走行する個々のトランザクションが直列化され
るからある。トランザクションの直列化が生じるのは次
のような理由による。すなわち、ホストはそのセツショ
ンが活動中である限り、ユーザＩＤ及び特定の端末に永
続的に関連する仮想計算機を１つしが生成しないからで
ある。

ホストにおける直列化を避けるため、端末で走行してい
る第２のアブ、リケーションは、その第２のアプリケー
ションのためだけに別の仮想マシンをホストで確立させ
るべく、異なるユーザＩＤで走行しなければならない。

１９８８年１０月２４日付けの米国特許出願第２６１８
６１号に記載された発明は、データ処理ネットワークの
１つのインテリジェントワークステーションで並行して
走行する２以上に分散されたアプリケーションをホスト
システムによって生成される個々の仮想計算機で実行可
能としてそれらのアプリケーションが直列化されるのを
防止すると共にホスト及び端末の双方で各アプリケーシ
ョンが互いに並行して走行できるようにするための方法
を開示している。

この方法によれば、一部がホスト側に存在しかつその協
働部分が１つのＩＷＳエンドユーザ端末に存在するよう
な分散プログラムにおいて規定されたタスクを処理する
ため１つの分散プログラムに割当てられる前は走行準備
完了状態にされる複数の仮想計算機（ＶＭ）をホストシ
ステムが生成する。走行準備完了状態の仮想計算機のプ
ールはプールマネジヤの制御の下でホストシステムが初
期設定されるときに自動的に生成されることが好ましい
。なお、プールマネジヤは、ホストシステムに存在する
プログラムであって他の主な機能として１つの分散アプ
リケーションプログラム、事前に割当てられた論理装置
及びユーザＩＤを識別するエンドユーザの要求に応答し
てそのプールから遊休の仮想計算機を割当てる機能を有
するものである。仮想計算機はＬＵ６，２の１つの会話
を完了するのに必要な期間だけ割当てられる。その会話
が終了すると、その仮想計算機はおそらく異なる別のア
プリケーションプログラム及びユーザへの後の割当ての
ためプールに戻される。

この方法によれば、ＩＷＳで並行して実行される２つの
分散アプリケーションプログラムを、それらの会話要求
がたとえ同じユーザ！Ｄを有する場合であっても、２つ
の別個の仮想計算機においてホストで並行して走行させ
ることができる。上述のシステムは分散アプリケーショ
ンプログラムの処理を改善するけれども、比較的多数の
ユーザがほとんど同じ期間で同じ分散アプリケーション
プログラムをアクセスしたいときに生ずる問題のことは
考慮していない。

このタイプの問題の例は、ネットワーク上の様々な端末
の間でメモ、レター及びレポート等の転送を行う機能を
有する”ＭＡＩＬ”と呼ばれる１つの分散アプリケーシ
ョンプログラムである。そのネットワークが数千以上の
ユーザを含む現に商用となっている幾つかのネットワー
クと同様なものであると仮定すると、おそらく、そのう
ちの１０００くらいは同じ場所から毎日はとんど同じ時
間で仕事を始めるであろう。様々な異なる理由から、こ
れらのエンドユーザの各々はシステムを最後に活動化し
て以後、各自の”メイルボックス”に記憶されたメツセ
ージを有することができる。そのネットワークが１つの
分散アプリケーションプログラムでこのピーク活動状態
にされると、その応答時間は悪影響を受ける。というの
は、かなりの時間が仮想計算機の確立のためホストプロ
セッサによって消費されるからである。仮想計算機のプ
ールが生成され走行準備完了状態にされると、その仮想
計算機上の幾つかのアプリケーションを初期設定するの
に必要な時間が抑制される。本発明はこのような問題を
解決することを目的としている。

Ｃ０課題を解決するための手段 この目的を達成するため、ＳＮＡのＬＵ６．２ブトロコ
ルに従ってプログラム間通信をサポートするＳＮＡタイ
プのデータ処理ネットワークにおいて分散されたアプリ
ケーションプログラムを実行する方法において、上記ア
プリケーションプログラムは端末で走行する第１の部分
と上記データ処理ネットワークのホストプロセッサで走
行する第２の部分を含み、上記ホストプロセッサは要求
に応答して上記端末と上記ホストプロセッサとの間のＬ
Ｌ１６，２の会話を開始せしめるものである場合に本発
明の方法は、 （Ａ）下記の（１）ないしく４）の機能を有する仮想計
算機のプールマネジヤを確立するステップと、（１）上
記ホストプロセッサにおいて上記要求を受け取る前に走
行準備官僚状態にされる少なくとも２つの仮想計算機を
生成すること、（２）上記仮想計算機が生成された後で
あって最初の要求を受け取る前に上記アプリケーション
プログラムのホストに存在する部分を初期設定すること
によって上記仮想計算機の各々に詰込みを行うこと、 （３）上記アプリケーションプログラムに関係する第１
の端末から受け取られたＬＵ６．２の会話の要求を処理
するため上記詰込みのされた仮想計算機を動的に割振る
ことにより、上記要求が直ちに受諾されかつ上記割振ら
れた仮想計算機と上記第１の端末との間の会話を開始で
きるようにすること、 （４）上記アプリケーションプログラムに関係する新し
い割振りのため上記会話が終了したときに上記割振られ
た仮想計算機をプールに戻すこと、 （Ｂ）上記プールにおける上記仮想計算機を管理するた
め上記プールマネジヤによって使用されるプールマネジ
ヤのデータ構造を提供するステップと、を有することを
特徴としている。

以下、本発明の作用を実施例と共に説明する。

Ｄ、実施例 はじめに本発明の実施例を概説する。本実施例の方法で
は、仮想計算機のプールマネジヤヤがホスト（ないしは
上位ともいう）で確立される。プールマネジヤはホスト
のオペレーティングシステムとインターフェースし、２
つの主要な機能を有する。第１の機能は仮想計算機のプ
ールを自動的に生成することであり、このプールにおい
てはその全ての仮想計算機が走行準備完了状態にされ、
また一部の仮想計算機には分散アプリケーションプログ
ラムを走行させるための詰込みが行われている。分散ア
プリケーションプログラムのうちホストに存在する部分
が仮想計算機上で初期設定された場合に、その仮想計算
機は詰込みがされたということとする。

第２の機能は指定された分散アプリケーションプログラ
ムとの会話のためのＬＵ６．２の要求を、上記分散アプ
リケーションプログラムのホスト部分が詰め込まれたア
イドル収態（遊休状態）の仮想計算機のうちの１つに割
当ることである。

プールマネジヤは、さらに、指定された分散アプリケー
ションプログラムについて予想される要求を反映する所
定のアルゴリズムに従って詰込みのされた仮想計算機の
グループのサイズを管理する制御機能を有する。

プールマネジヤは、さらに、プール中の仮想計算機の目
録及び各仮想計算機の試況な保持できるよう、プール中
の各仮想計算機について複数フィールドからなるエント
リを有するデータ構造を確立する。

ホストが分散アプリケーションプログラムの対応部分間
のプログラム間連絡を伴うセツションを開始させるため
のネットワークの端末から要求を受け取ると、プールマ
ネジヤはセツション接続の確立に通常要求される必要な
データを組み立てる。

会話開始の要求に応答して確立された仮想計算機のプー
ルから１つのアイドル状態の仮想計算機が割当てられる
。その要求がグループ中の仮想計算機について詰め込ま
れたアプリケーションプログラムを識別すると、そのグ
ループからアイドル状態の仮想計算機がその会話要求を
処理するために割当てられる。

会話が完了すると、割当てられた仮想計算機は新しい割
当てを待機すべくそのグループに戻され、詰め込まれた
状態で保持される。プールマネジヤはグループ中のとジ
ー状態にある仮想計算機の数を監視し、確立されたしき
い値に基づいてグループ中に存する詰込みのされた仮想
計算機の合計の数を減らしたり増やしたりする。

以下、図面を参照して本実施例を詳述する。

第１図は対話式タイプの端末又はｌＷＳ２１（第２図参
照）のＳＮＡネットワーク２０を構成する情報処理シス
テムを示す図である。前述の如く、このネットワークは
ホストの中央処理システム２３に相互接続された複数の
端末２１を含む。第１図に示すように、ホスト２３は通
信リンク２４によってホスト処理システム２５に接続さ
れ、ホスト処理システム２５はざらに端末２１の他のＳ
ＮＡネットワークを接続している。機能的にいうと、こ
のシステムは各端末すなわち各エンドユーザにホスト及
び確立されたＳＮＡ通信プロトコルを用いる１以上の他
の端末すなわちユーザとの通信を可能にする。したがっ
て、直列的に接続された様々な通信リンクはユーザに対
してトランスペアレントである。

ホストシステムはＩＢＭ　　システム３７０及びＩＢＭ
　　ＶＭ又はＭＶＳオペレーティングシステムの如き仮
想計算機タイプのオペレーティングシステムで例示しつ
るホスト処理ユニットを含む。

第１図に示すＳＮＡネットワークは各端末のユーザに利
用可能な”ＭＡＩＬ”及び°’ＣＡＬＥＮＤＥ　Ｒ”と
呼ばれる２つの分散アプリケーションをサポートするこ
とに留意されたい。アプリケーションプログラム”ＭＡ
ＩＬ”によれば端末におけるユーザはレターの如き文書
を作成しそれをそのネットワーク上で指定されたノード
の１以上の他のユーザに送ることができる。送り手は一
定の論理的な中央システムのロケーションでその文書を
ホストシステムに記憶することができる。そのレターの
各受信人は彼の端末でアプリケーションプログラム”Ｍ
ＡＩＬ″を同様に使用することによってその文書を後で
枝葉できる機能を有する。アプリケーション”ＣＡＬＥ
ＮＤＥＲ“は各端末のユーザに対して電子的カレンダを
保持する機能を有する。このアプリケーションによれば
、たとえば、エンドユーザはミーティングのスケジュー
ルの前に他のエンドユーザのカレンダをみて、彼らの空
き時間を判断することができる。このようなシステムは
公知であり、現に広く普及している。

そうした分散アプリケーションの一般的な構成及び動作
はよく知られているので、これについては本発明の理解
に必要な部分だけを詳細に説明する。

そこで、以下の記載においては、ネットワーク上の各ワ
ークステーションはＩＢＭ　　Ｏ８／２オペレーテイン
グシステムのようなマルチタスクオペレーティングシス
テムを用いるＩＢＭ　　ＰＳ／２パーソナルコンピュー
タのようなインテリジェントワークステーションである
と仮定する。さらに、分散アプリケーションのためにＬ
Ｕ６．２タイプのセツション及び会話をサポートする通
常のＳＮＡサービスがそのシステムによって提供されて
いるものと仮定する。したがって第１図に示した端末は
”ＭＡＩＬ”及び”ＣＡＬＥＮＤＥＲ”のような２つの
分散アプリケーションプログラムを並行して処理するこ
とができる。

第２図は第１図に示した対話式データ処理端末２１の１
つの機能的な構成要素を示す図である。

この端末はマイクロプロセッサ３２、メモリ３３及び制
御ブロック３４を含む処理ユニット３１を有する。マイ
クロプロセッサ３２はたとえばインテル社の８０３８６
である。制御ブロック３４はマイクロプロセッサ３２と
メモリ３３との間の対話の他に入出力オペレーションを
制御するという機能を有する。

端末は、さらに、デイスプレィ３６、キーボード３７、
プリンタ３８、記憶装置３９及びモデム４０を含む一部
の周辺装置を有する。

処理ユニット３１は、たとえば、ＩＢＭ　　ＰＳ／２モ
デル８０のようなＩＢＭパーソナルコンピュータから成
るシステムユニットに対応する。処理ユニット３１には
、オペレーティングシステムが設けられている。これは
ＩＢＭ　　ＰＳ／２モデル８０を走行させるのに普通に
用いられるマルチタスクのオペレーティングシステムＯ
５／２であってもよい。このオペレーティングシステム
はユーザがその走行を選択したアプリケーションプログ
ラムと共にメモリ３３に記憶されている。このシステム
が”ＭＡＩＬ”又はＣＡＬＥＮＤＥＲ”のような分散ア
プリケーションプログラムをサポートするときは、その
分散アプリケーションプログラムの一部（たとえば部分
Ａ）が端末で記憶され、他の部分Ｂがホストシステムで
記憶される。メモリ３３の容量及びそのアプリケーショ
ンプログラムのサイズに基づき、必要に応じてこれらの
プログラムの部分部分をディスク記憶装置３９からメモ
リに転送することができる。ディスク記憶装置３９は、
たとえば、４０メガバイトのハードディスクドライブ及
びディスケットドライブを有する。

ディスク記憶装＠８９の基本的な機能は、システムによ
って使用され必要な場合にメモリ３３へ容易に転送でき
るプログラム及びデータを記憶することである。ディス
ケットドライブの機能はプログラム及びデータをシステ
ムに人力するための除去可能記憶装置機構と、他の端末
又はシステムで使用するため容易に移送できる形でデー
タを記憶するための伝達手段とを提供することである。

デイスプレィ８６とキーボード３７とで端末の対話性を
提供する。通常のオペレーションの場合、オペレータに
よる特定のキーストロークによってシステムが与える対
話は、はとんどの場合、その時点でオペレータにデイス
プレィされている内容に依存する。

ある場合には、オペレータはコマンドをシステムに人力
することによって一定の機能をシステムに遂行させる。

またある場合には、システムは一般的にメニュ又はメツ
セージの画面のプロンプトタイプをデイスプレィするこ
とによって一定のデータのエントリを要求する。オペレ
ータとシステムとの間の対話の深さはオペレーティング
システムのタイプ及びアプリケーションプログラムによ
って変わるが、本発明が使用される端末に必要な特性で
ある。

第２図に示した端末はさらにプリンタ３８を含む。これ
はデータのハードコピーを出力するという機能を有する
。モデム４０は１以上のＳＮＡ通信リンクを介してデー
タｔｆａ末からホストシステムに転送するという機能を
有する。

第３図はＳＮＡタイプのネットワークで使用されるプロ
グラミングの種々の層を示す図である。

ＳＮＡのプログラミング環境は一般には図示の如く７つ
の層から成るものとみなすことができる。

上層はエンドユーザ層で、これはエンドユーザのプログ
ラムから成る。第２の層はＮＡＵサービス層と呼ばれる
。これらのサービスには、たとえば、プレゼンテーショ
ンサービス、端末サービス及び特定のアプリケーション
のためのデータのフォーマツティングが含まれる。第３
の層はデータフロー制御層と呼ばれる。これは、送信／
受信モードを保持し、ハイレベルのエラー訂正を行うと
いう機能を有する。第４の層はデータ伝送制御層と呼ば
れる。これは暗号機構及びセツションレベルの調整のよ
うな機能を遂行する。第５の層は、経路指定、データ単
位のセグメント化及び仮想経路指定の調整を行う経路制
御層である。第６の層はデータリンク層である。これは
リンクレベルのアドレス指定、シーケンス化及びエラー
制御を行う。最後の第７層は物理層である。これは、た
とえば、様々な信号のためのコネクタのビン割当てを定
めるものである。

ＡＰＰＣはＮＡＵサービス、データフロー制御及び伝送
制御を定める。前掲のＩ　ＢＭ　−ＳｙｓｔｅｍＪｏｕ
ｒｎａｌの第３０６頁に説明されているように、ＬＵ６
．２の会話機能を規定する方法は動詞（ｖｅｒｂ　）と
呼ばれるプログラム言語的なステートメントによるもの
である。セツションのフローを生成する手続き論理によ
って完全に定められる動詞を伴うドキュメンテーション
は英語の散文よりはるかに正確である。

第４Ｂ図はこれらの動詞がどのようにして会話資源のた
めのトランザクションプログラムの間（すなわち、その
分散アプリケーションプログラムの部分Ａと部分Ｂとの
間）における対話を定めるのかを示す図である。動詞の
セットはアプリケーションプログラムインターフェース
ではなく、プロトコル境界と呼ばれる。第４Ａ図及び第
４Ｂ図に示すように、プレゼンテーションサービスは動
詞を解釈するものであり、各動詞についてのサブルーチ
ンとして考えることができる。Ｌ［Ｊ資源マネジャは、
空きセツション及び未処理の割振り要求の待ち行列を維
持しながら、会話資源の割振り及びセツションへの会話
の割当てを行う。以下のＬＵ６，２の動詞の機能は前掲
のＩＢＭ　　ＳｙｓｔｅｍＪ　ｏｕｒｎａｌの第３０７
頁に説明されている。

そこで説明されているＬＬＩ６，２の動詞は５ＥＮＤ　
　ＤＡＴＡ、ＲＥＣＥＩＶＥ　　ＡＮＤ　　ＷＡＩＴ、
ＰＲＥＰＡＲＥ　　Ｔｏ　　Ｒ［ＥＣＥＩＶＥ。

ＦＬＵＳＨ，ＲＥＱＵＥＳＴ　　Ｔｏ　　５ＥＮＤ。

５ＥＮＤ　　ＥＲＲＯＲ，ＣＯＮＦＩＲＭ、ＡＬＬＯＣ
ＡＴＥ及びＤＢＡＬＬＯＣＡＴＥである。

動詞”ＡＬＬＯＣＡＴＥ″は指名した相手方のプログラ
ムとの会話を構築することによって他のＬＵとの新しい
活動を開始する。指名した相手方は実行状態にされ、そ
れを開始した会話へのアドレス可能性が付与される。動
詞”ＡＬＬＯＣＡＴＥ”は以下に示す幾つかのパラメー
タを有する。

１、ＬＵ　　ＮＡＭＥ 相手方のプログラムが所在するＬＵの名前２、ＴＰＮ 会話が要求されている相手方のプログラムのトランザク
ションプログラム名 ３、ＭＯＤＥ　　ＮＡＭＥ 会話を提供する移送サービスのタイプを指定する名前。

たとえば、”　５ＥＣＵＲＥ″　”ＢＵＬＫ”又はＬＯ
Ｗ　　ＤＥＬＡＹ”の会話を要求することができる。Ｌ
Ｕは適切なＭＯＤＥ　　ＮＡＭＥを有するセツションを
使って会話を実行する。

会話のターゲットは新たに生成されるプロセス又はタス
クである。これは所与の時間におけるそのネットワーク
の分散処理が、各々が１つの会話によって接続された２
以上のトランザクションプログラムを含む多数の独立し
た分散トランザクションから成ることを意味する。各相
手方が”ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ″を発行できるので、１
つの会話は単一の短いメツセージから、長い又は短いメ
ツセージめ多数回の交換まで様々である。会話は無限に
続くことができ、Ｌ、ＩＪの障害又はセツションによっ
てのみ中止しつる。トランザクションプログラムはＤＥ
ＡＬＬＯＣＡＴＥ″によっては終了せず、自己の実行が
中止されるまで継続し、変則的に終了するか、又は制御
オペレータのアクションによって中止される。

ネットワークアプリケーションプログラム及びサービス
トランザクションプログラムの双方はＬＵによって提供
される実行サービスを使用する。

サービストランザクションプログラムは他のトランザク
ションプログラムと同じようにしてＬＵ上で走行する。

これらは人間であるオペレータと対話し、又は純粋なプ
ログラムされたオペレータとして走行することもできる
。サービストランザクションプログラムの多くはそのロ
ーカルのＬＬＩだけに影響する。その例は、たとえば、
活動中のトランザクションプログラムの現行のセットを
デイスプレィするコマンドである。

他の制御トランザクション、とりわけ、セツションに関
係するものは、他のＬＵ及び他のＬＬＩにおけるアプリ
ケーションに影響を与えることができる。たとえば、会
話を使用するトランザクションを早期に中止するための
ローカルのコマンドでその会話を変則的に終了させ、そ
の会話を共有するトランザクションプログラムに与える
ための相手方のＬＵに伝送すべき状態変化を生じさせる
。

または、２つのＬＵによって共有される１以上のセツシ
ョンを活動化するという判断は１つのＬＵオペレータに
よってなすことができるが、これは他のＬＵに必ず伝え
なければならない。ＳＮＡのためのＡＰＰＣはＬＵの制
御及び調整（特に、セツションの活動化及び非活動化）
のためにＬＵに与える幾つかの制御オペレータ動詞を含
む。１つの分散サービストランザクションプログラムが
１つのＬＵで始動されると、それは相手方のＬＵにおけ
る相手方トランザクションプログラムとの会話を生成す
る。これらの２つのトランザクションプログラムが協働
して所望の制御アクティビイティを遂行する。

ＩＢＭ　　ＶＭホストオペレーティングシステムはその
オペレーティングシステムにおけるＡＰＰＣプロトコル
境界サポートのためのＡＰＰＣ／ＶＴＡＭサービス（Ａ
ＶＳ）と呼ばれる１つの構成要素を含んでいる。ＡＶＳ
はＩＢＭ仮想記憶アクセス方式（ＶＴＡＭ）に対して１
以上のＬＵ６゜２の論理装置を定義する。ＶＴＡＭはホ
ストと様々な端末との間の通信層を管理するホストコン
ピュータの構成要素である。ＡＶＳはオペレーティング
システム内の仮想計算機とのＡＰＰＣ通信のためのブリ
ッジとして機能する。たとえば、そのＶＭオペレーティ
ングシステム外から発せられたＡＰＰＣの動詞”ＡＬＬ
ＯＣＡＴＥ”が受信されたときは、ＶＴＡＭはそのＡＬ
ＬＯＣＡＴＥ　”で指定されたＬＵ名前に対応する活動
中のＬＬＩが存在するかどうかを判断する。ＡＶＳはそ
れ以前に特定のＬＵ名前に関する全てのトラフィックを
処理するということをＶＴＡＭに伝える。ＶＴＡＭは、
ＡＶＳがＡＬＬＯＣＡＴＥ”におけるＬＵ名前に対応す
る１つのＬＵを定義したとわかり、その”ＡＬＬＯＣＡ
ＴＥ″＠ＡＶＳに渡す。

このプロセスにおいて用いられる’ＡＬＬＯＣＡＴＥ”
で供給される付加的な情報がある。”　ＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅ”にはユーザＩＤ及びトランザクションプログラム名
（ＴＰＮ）が含まれる。ＴＰＮは呼び出すべきアプリケ
ーションプログラム、すなわち分散アプリケーションの
部分Ｂである。

ＡＶＳは”ＡＬＬＯＣＡＴＥ”を受信すると同時に、１
つの仮想計算機を生成し、その仮想計算機に存するオペ
レーティングシステム部分に”ＡＬＬＯＣＡＴＥ”で指
名されたトランザクションプログラムを渡す。その仮想
計算機におけるオペレーティングシステム部分は指名さ
れたアプリケーションを活動化し、これが様々な初期設
定ルーチンで進行する。これらのルーチンの後、そのア
プリケーションの部分Ａと部分Ｂとの間で対話を行うこ
とができる。

［ＷＳ’は２つのアプリケーションプログラムを並行し
て走行できるプログラミング構造（たとえばＩＢＭ　　
Ｏ５／２のオペレーティングシステム）を備えているも
のと仮定することができる。

本発明によれば、第４Ｂ図に示したようなＶＭブールマ
ネジャ（ＶＭＰＭ）と呼ばれる付加的な機能が従来のＬ
Ｕ６．２プロトコル境界サービスに付加される。ＶＭＰ
Ｍはプロトコル境界サービス（ＩＢＭ　　ＶＭオペレー
ティングシステムでは、ＡＶＳモジュールと呼ばれる）
と同様に同じ仮想計算機内で作動する。ＶＭＰＭは活動
化されると、設置によって供給されるパラメータのセッ
トを読取って、第５図に示すように走行準備完了状態に
される複数の仮想計算機を生成する。これらのパラメー
タにはそのプールにおいて生成すべき仮想計算機の汎用
名が含まれる。これらの汎用名又は仮想計算機ＩＤはそ
のオペレーティングシステムの仮想計算機のディレクト
リに対して以前に定義されている。ＶＭＰＭは各々の仮
想計算機に対して１つのオートログマクロを発行する。

オートログマクロはＶＭオペレーティングシステムでは
既知の機能である。指名された特定の仮想計算機に対し
て発行されると、オートログマクロによってその仮想計
算機が生成され仕事を待つ状態に置かれる（すなわち、
１つの分散アプリケーションプログラムのホスト常駐部
分に対する割当てである）。

上述のオペレーションは前掲の米国特許出願に記載され
たものと同様なものである。これらのオペレーションの
他に、本発明に基づく方法では所定数の仮想計算機に事
前に選択された１つの分散アプリケーションプログラム
のホスト常駐部分を詰めこんでおく。この詰め込みステ
ップは指名された仮想計算機を選択すること、選択され
た仮想計算機上で事前に選択された分散アプリケーショ
ンブロクラムを活動化させることを含む。このプログラ
ムが活動化されると、ＡＶＳから渡される最初のＬＵ６
．２（７）”ＡＬＬＯＣＡＴＥ’に応答して要求された
会話を受諾できる点まで、仮想計算機上でそのプログラ
ムは自己を初期設定する。

この詰め込みプロセスは所定数の仮想計算機に詰め込み
がされるまで、そのプールの仮想計算機に対して繰り返
される。たとえば、そのネットワークが”ＭＡＩＬ”ア
プリケーション専用に（詰め込む）１００個の仮想計算
機を欲し、がっ、ピーク時間アクティビティが８０個（
８０％）の使用中の仮想計算機に達したと仮定すると、
付加的な５つの仮想計算機が詰め込まれてそのグループ
に加えられる。アクティビティが増加し続けるときは、
詰め込まれる仮想計算機のグループにおいて２００個の
仮想計算機が存在するようになるまで、使用中の仮想計
算機のパーセンテージが８０％を超えるたびに付加的な
詰め込み仮想計算機が付加される。負荷が減少するにつ
れて、もとの数である１００になるまで一時に５つの詰
め込み仮想計算機がプールに戻される。

プール環境を生成するためにホストシステムの初期プロ
グラムロード（ＩＰＬ）が行われたときにプールマネジ
ヤに供給される情報はホストで記憶される。ＩＰＬの際
に、ＡＶＳが活動化され、制御権がＶＭＰＭに転送され
る。情報のシンタックスはオペレーティングシステムに
よって異なるが、−船釣にいえば、以下に示すような制
御ステートメントの形式を有する。

１、大域情報（”ＧＬＯＢＡＬ　　ＩＮＦＯＲＭＡＴＩ
ＯＮ”） ＰＯＯＬＮＵＭ＝、ＰＯＯＬ　ＩＤ＝、ＭＡＸＵＳＩＥ
Ｒ＝ ・ＰＯＯＬＮＵＭ＝は、プールにおける仮想計算機の数
である。これは、これらの仮想計算機に割当てられる汎
用のＵＳＥＲＩＤの上限でもある。

・ＰＯＯＬ　Ｉ　Ｄ＝は、割当てられた汎用のＵＳＥＲ
ＴＤの接頭部である。

・ＭＡＸＵＳＥＲ＝は、１）（７）ＵＳＥＲ［Ｄについ
て並行して仕事をすることのできる仮想計算機の最大数
である。待ち行列化はその数を超えたときに効果的であ
る。

２、アプリケーション指定情報（”ＡＰＰＬ［ＣＡＴＩ
ＯＮ　　　５ＰＥＣＩＦＩＣＩＮＦＯＲＭＡＴＩＯＮ　
”　） ＴＰＮ＝、　　ＴＰＮＮＬＩＭ＝、　　ＴＨＲＥＳＨ＝
（％、　　ｉｎｃ、　　ｍａｘ、　　ｔｉｍｅ　）・Ｔ
ＰＮ＝はその仮想計算機が詰め込まれるときに活動化す
べきアプリケーションプログラムの名前である。

・ＴＰＮＮＵＭ＝は指定されたアプリケーションプログ
ラムを詰め込むべき仮想計算機の数である。

・ＴＨＲＥＳＨ＝はそのグループにおいて詰め込まれる
仮想計算機の数を制御し現在の負荷の解析に基づいてプ
ールマネジヤに使用可能な詰め込み仮想計算機の数の増
減を可能にするためのパラメータのセットである。

・％は実際に仕事をしている現在のグループにおける詰
め込み仮想計算機のパーセントである。この指数を超え
ると、付加的な仮想計算機を詰め込まなければならない
。

・ｉｎｃは使用中の仮想計算機の数がこのバーセント指
数を超えるものであるときに加えられる仮想計算機の増
分数である。

・ｍａｘは詰め込み仮想計算機のグループにおいて許さ
れる仮想計算機の最大数である。

・ｔｉｍｅはパーセント指数がしきい値指数より下がっ
た後にグループにおける仮想計算機の数を保持すべき時
間の長さである。パーセント指数が上述の時間の間、し
きい値数より下がったときは、グループにおける仮想計
算機の数は上記増分値だけ減ぜられる。

各仮想計算機がオートログマクロによって成功的に生成
されると、ＶＭＰＭは第６図に示すＶＭＰＭデータ構造
におけるエントリな生成する。第６図は仮想計算機及び
その状態を表わしている。

リスト中の全ての仮想計算機が生成されたとき、ＶＭＰ
Ｍはその数の仮想計算機にアプリケーション指定情報を
詰め込むステップに移る。

仮想計算機のグループ又は複数のグループに各自のアプ
リケーションが詰め込まれると、制御権はＡＶＳに戻る
。これらの仮想計算機が生成されてプールマネジヤがＡ
ＶＳに制御権を戻した後、たとえば以下の動作が発生す
る。

端末のオペレータは自己の端末に対話的に情報を人力し
て分散アプリケーションプログラム”ＭＡ　Ｉ　Ｌ　”
を呼び出す。その結果、分散アプリケーションプログラ
ム”ＭＡＩＬ”の部分Ａは以下のパラメータを有する動
詞″ＡＬＬＯＣＡＴＥ”を発行する。

・ＬＵ名前＝ＬＵ１ ・ＴＰＮ＝ＭＡＩＬ ・ＵＳＥＲＩＤ＝ＤＩＣＫＣ ＶＴＡＭは”ＡＬＬＯＣＡＴＥ″を受取ると、ＬＵＩと
指名されたＬＵがＡＶＳによって定義されたとわかる。

したがってＶＴＡＭは制御権をＡＶＳに渡して、ＡＶＳ
はＡＶＳのプールマネジヤ構成要素を活動化する情報を
受取ってその”Ａ　ＬＬＯＣＡＴＥ”情報をそこに渡す
。ＶＭＰＭはプールマネジヤのデータ構造を走査するこ
とによってアプリケーション”ＭＡＩＬ”がそれが詰め
込まれたプールにおける仮想計算機のグループに関連す
るかどうかを判断する。この走査の間、プールマネジヤ
は各エントリを走査して、使用可能であって分散アプリ
ケーションプログラム”ＭＡＩＬ”のホスト部分が詰め
込まれたものを捜す。プールマネジヤが使用可能な仮想
計算機（たとえば、■ＭＡＢＣＯＯＩ　）をみつけると
、”ＡＬＬＯＣＡＴＩＯＮ”のパラメータを次のように
変更する。

・ＬＵ　　ＮＡＭＥ＝ＶＭＡＢＯＯ１ ・Ｔ　ＰＮ＝ＭＡ　Ｉ　Ｌ ・ＵＳＥＲＩＤ＝ＤＩＣＫＣ プールマネジヤはＬＵ名前（ＬＵＩ）をプールにおいて
選択された遊体中の詰め込み仮想計算機の名前（ＶＭＡ
ＢＯＯｌ　）に変更する。このプールマネジヤは選択さ
れた仮想計算機を表わす制御ブロックのエントリを更新
して、それがもはや使用可能でなくなったことを示す。

プールマネジヤはその仮想計算機に割当てられた特定の
タスクの詳細を表わす情報をデータ構造のエントリに入
れる。プールマネジヤは変更されたＬＵ名前を有する動
詞”ＡＬＬＯＣＡＴＥ”を再発行する。

ＶＭオペレーティングシステムはこの動詞”　ＡＬＬＯ
ＣＡＴＥ”をアプリケーション″ＭＡＩＬ”が初期設定
される仮想計算機ＶＭＡＢＯＯＩに渡して、汎用のＵＳ
ＥＲＩＤをそのＡＬＬＯＣＡＴＥ″で指定されたＬＩＳ
ＥＲＩＤ（たとえばＤＩＣＫＣ）に変更する。この会話
はそのアプリケーションの部分Ｂによって受諾され、動
詞”ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ”が一方の部分によって発行
されるまで分散アプリケーションプログラムの部分Ａと
部分Ｂとの間で続けられる。

上述したタイプと同様な会話がネットワーク上の複数の
端末から並行して発生することができる。

部分Ａ及び部分Ｂが対話を完了すると、その会話を終了
するためＡＰＰＣの”ＤＢＡＬＬＯＣＡＴＥ”をいずれ
もが発行できる。動詞”ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ”が受け
取られると、ＡＶＳはプールマネジヤを呼び出して関係
した仮想計算機を表わすエントリを変更する。プールマ
ネジヤはその仮想計算機の状態を遊休状態に変更する。

これにより、その仮想計算機は他のタスクのために再び
使用可能となる。この遊休状態においては、その仮想計
算機は、なお、初期設定されたアプリケーションプログ
ラム”ＭＡＩＬ”を持った詰め込み状態にある。

様々な要求を満たす、使用可能な仮想計算機の数を管理
する機能はプールマネジヤによって遂行される。既に説
明したように、”ＭＡＩＬ”及び”ＣＡＬＥＮＤＥＲ”
のような選択されたアプリケーションプログラムは、そ
の特定のアプリケーションプログラムへのアクセスを要
求しているユーザの数及び時間の長さの両方に対して比
較的予想可能なピーク要求によって決まる。

プールマネジヤは遊体中の仮想計算機が割当てられるた
びにビジーカウンタを増分し１つの仮想計算機が解放さ
れ遊休状態でプールに戻されるたびにそのビジーカウン
タを減分することによって詰め込まれたアプリケーショ
ンを走行する使用中の仮想計算機の数についての現カウ
ント値を保持する。このカウンタが変化するたびに、前
述のしきい値パラメータが処理される。しきい値パラメ
ータによって設定される限度を超えないことを保証する
ための全体的な成果を達成する処理アプローチは幾つか
考えられる。

１００個の仮想計算機をはじめに詰め込むようＴＰＮＮ
ＵＭ＝１００とし、しきい値パラメータが％＝８０．１
ｎｅ＝５、ｍａｘ＝　２００及びｔｉｍｅ＝　１０（分
）に設定されたと仮定する。ビジーカウンタが変化する
たびに、そのカウンタの値はＴＰＮＮＵＭと％との禎（
この例では１００Ｘ０．８＝８０）と比較される。ビジ
ーカウンタが初期的なしきい値８０を超えると、プール
マネジヤは５つの付加的な仮想計算機を生成して詰め込
む。その結果、詰め込み仮想計算機の全体的な数は１０
５となる。ビジーカウンタが現に計算されたしきい値（
たとえば８４＝１０５Ｘ０．８）を超えると、さらに５
つの詰め込み仮想計算機が生成され、１１０個の詰め込
み仮想計算機から成るプールができあがる。任意の時間
で仮想計算機の数の増分ステップ（１回につき５つ）に
よって生成された実際の仮想計算機の数が最大数である
２００を潜在的に超えるときは、２００の最大限界に達
するのに必要な数だけの仮想計算機が生成されることに
なる。プールへの仮想計算機の１回分の追加又は削除に
応答して新たなしきい値が計算されるときは、プールの
現在のサイズが存在した時間が判断できるよう、１つの
タイマがゼロにセットされる。

仮想計算機の会話が終結してプールに戻されたことに応
答してビジーカウンタが減分された結果、そのカウンタ
の値が現在のしきい値より小さくなったときは、上記タ
イマの値が検査される。現に計算されたしきい値が１０
分間（これはパラメータ゛’　ｔｉｍｅ”の初期値であ
る）変更されなかったときは、５つの詰め込み仮想計算
機がプールから取り除かれる（ただし、この除去により
、プールのサイズが初期値、たとえば１００、を下回ら
ないことを条件とする）。

本発明によれば１つの”ＡＬＬＯＣＡＴＥ”及び１つの
ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ”で定められる単一の会話がプー
ルマネジヤの制御の下で詰め込み仮想計算機のプールか
ら割当てられた１つの詰め込み仮想計算機によって処理
されることがわかるであろう。次の会話は、２つの分散
アプリケーションプログラムが前掲の米国特許出願に記
載された方法に基づいて単一のユーザＩＤを有する単一
の端末から並行して走行している場合でも確実にそのプ
ールの異なる仮想計算機に割当てられる。

これにより、同じユーザＩＤを有する同じ端末から発せ
られる２つの分散アプリケーションプログラムがホスト
システムの１つの仮想計算機内で直列化されるような従
来の方法に存する問題が解消され、しかも、両方の会話
はもつと効率的に処理される。というのは、これらはそ
のアプリケーションプログラムのホスト常駐部分が既に
詰め込まれた（初期設定された）仮想計算機に割当てら
れるからである。

第７図はホストシステムがはじめに初期プログラムロー
ドされたときに仮想計算機を生成することに関連するス
テップ及びそれが生成された後に１つの仮想計算機に詰
め込みを行うことに関連するステップを示す図である。

第８Ａ図及び第８Ｂ図は分散アプリケーションプログラ
ムについての新しい手法に基づく、端末とホストとの間
のプログラム間通信プロセスに関連するステップを示す
図である。

第９図は１日のうちの一定期間中における実際の要求比
又は予想される要求比に対して生成される仮想計算機の
数を制御するプールマネジメントプロセスを示す図であ
る。

これらの図の内容についてはこれまでの説明と重複する
ので説明を省略する。

なお、本発明の概念は以上の実施例に限定されるもので
はない。

たとえば、ホストオペレーティングシステムがＩＢＭの
ＶＭオペレーティングシステムである好適な実施例につ
いて説明した。Ｌ［Ｊ６．２タイプのプロトコルがＩＢ
ＭのＶＭオペレーティングシステムとインターフェース
するやり方、仮想計算機が生成され初期設定されるやり
方はＶＭオペレーティングシステムと共に説明したもの
とは変わるであろう。しかしながら、異なるオペレーテ
ィングシステムにおいて本発明を実現することは比較的
簡単である。というのは、プールマネジヤの機能はその
オペレーティングシステム及びＬＬＩ６゜２プロトコル
で定義されるＡＰＰＣの標準的なプロセスは実質的には
トランスペアレントだからである。したがってそのよう
な変更は本発明の範囲内のものである。

Ｅ０発明の詳細 な説明したように本発明によれば、仮想計算機に予め一
定の情報を詰め込むことによってデータ処理ネットワー
クにおいて分散アプリケーションプログラムを実行する
方法を改善することができる。

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図及び第１Ｂ図は本発明に従って分散アプリケー
ションを実行する際にプールマネジヤに関連するステッ
プを示す流れ図、第２図は第８図のＩＷＳの１つを示す
図、第３図は第８図のＳＮＡネットワークに含まれるプ
ログラムの種々の層を示す図、第４Ａ図及び第４Ｂ図は
分散アプリケーションプログラムの各部分間の関係を示
す図、第５図は本発明に従って生成され詰め込みのされ
た仮想計算機のグループ及び走行準備完了した仮想計算
機のプールを示す図、第６図は第５図の仮想計算機のプ
ールを管理する際にプールマネジヤによって使用される
仮想計算機のプールのデータ構造の詳細を示す図、第７
図は第５図の仮想計算機のプールの生成に関連するステ
ップを示す流れ図、第８図はデータ処理ネットワークを
示す図、第９図はアプリケーションプログラムに関係す
るトラフィックに基づいて仮想計算機グループのサイズ
を管理するためのステップを示す流れ図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝 （外１名） 処理する。 ”ｊ：　ｌ　Ａ図より 終了 Ｍ８図 第３図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＳＮＡのＬＵ６．２プロトコルに従つてプログラム間通
   信をサポートするＳＮＡタイプのデータ処理ネットワー
   クにおいて分散されたアプリケーションプログラムを実
   行する方法において、上記アプリケーションプログラム
   は端末で走行する第１の部分と上記データ処理ネットワ
   ークのホストプロセッサで走行する第２の部分を含み、
   上記ホストプロセッサは要求に応答して上記端末と上記
   ホステトプロセッサとの間のＬＵ６．２の会話を開始せ
   しめるものであり、 （Ａ）下記の（１）ないし（４）の機能を有する仮想計
   算機のプールマネジヤを確立するステップと、（１）上
   記ホストプロセッサにおいて上記要求を受け取る前に走
   行準備完了状態にされる少なくとも２つの仮想計算機を
   生成すること、 （２）上記仮想計算機が生成された後であつて最初の要
   求を受け取る前に上記アプリケーションプログラムのホ
   ストに存在する部分を初期設定することによつて上記仮
   想計算機の各々に詰込みを行うこと、 （３）上記アプリケーションプログラムに関係する第１
   の端末から受け取られたＬＵ６．２の会話の要求を処理
   するため上記詰込みのされた仮想計算機を動的に割振る
   ことにより、上記要求が直ちに受諾されかつ上記割振ら
   れた仮想計算機と上記第１の端末との間の会話を開始で
   きるようにすること、 （４）上記アプリケーションプログラムに関係する新し
   い割振りのため上記会話が終了したときに上記割振られ
   た仮想計算機をプールに戻すこと、 （Ｂ）上記プールにおける上記仮想計算機を管理するた
   め上記プールマネジヤによつて使用されるプールマネジ
   ヤのデータ構造を提供するステップと、を有することを
   特徴とする分散アプリケーションプログラムを実行する
   方法。