JPH02155055A - 高信頼度のデータ記憶サブシステムにおける資源の節減方法および装置 - Google Patents

高信頼度のデータ記憶サブシステムにおける資源の節減方法および装置

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JPH02155055A
JPH02155055A JP1178888A JP17888889A JPH02155055A JP H02155055 A JPH02155055 A JP H02155055A JP 1178888 A JP1178888 A JP 1178888A JP 17888889 A JP17888889 A JP 17888889A JP H02155055 A JPH02155055 A JP H02155055A
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JP1178888A
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Frederick W Schneider
フレデリック　ダブリュー　シュナイダー
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Original Assignee
Amdahl Corp
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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】 この発明はデータ処理システムにおけるデータの信顧度
に関するものであり、と（にデータ処理システム内に記
憶されたデータの補助コピーを提供する装置に関するも
のである。
データ処理システムの有用さは明らかにデータを記憶す
る信鯨度によって左右される。このことは一般に、シス
テムがその記憶装置に故障がある場合にデータの完全性
を保持できるかどうかを意味する。現在のデータ処理シ
ステムでは、装置の故障時にデータの完全性を保持する
ことは一般に回復中にシステムがデータを再構成する能
力を有することを意味しており、このような再構成は通
例ではシステム内のデータの補助コピーを得ることによ
って達成される。
データ処理システムにおけるデータの信転性を保つ方法
は一般に装置の故障が原因でシステムの可用性がどの程
度損なわれるか、該方法によって使用される特別のハー
ドウェアの量及びシステムの正規の処理中に該方法に帰
因する干渉の量のような要因によって評価される。
データ処理システムにデータ・バックアップを提供する
従来の一つの方法では、データは２つの別個の冗長記憶
装置内の同一の記憶位置に複製されて、記憶装置は互い
の鏡像になるようにされる。
この方法の有利な点は１つの記憶装置が故障した場合、
システムは大幅に中断することなく処理を継続できるこ
とである。しかしこの方法の欠点は、データを記憶する
のに必要な記憶装置が２倍になることである。
別の従来の方法では、データ・バンクアップはシステム
内に記憶された連続的なデータ・ログ（及びデータの修
正の双方又は一方）を保持することによって提供される
。連続的なログは磁気テープのような安価な保存装置に
記憶され、システムの回復中にデータを再構成するため
に使用される。この従来の方法によるデータ・バックア
ップはハードウェアのコストは安いが、データをログか
ら再構成中に長い遅延が生しることが通例であり、その
結果システムの有用性が著しく低下するという欠点があ
る。
この発明はデータ処理システムにおいてデータの補助コ
ピーを得ることを目的としている。補助コピーは記憶装
置の故障に帰因するシステムのを用件のロスが最小限に
なり、しかもハードウェアのコストは大幅には増大しな
い方法によって維持される。
この発明はコンピュータ・システムのデータの信輔度を
高めるための方法と装置である。この発明はページ・ア
ウト動作中に複製のデータを同時に少なくとも２つの冗
長中間記憶装置内に記憶する動作を行なう。中間記憶装
置内のデータの複製コピーは周期的に保存装置に転送さ
れ、次に転送された複製コピーによって占められた中間
記憶装置内の空間は新しいデータを記憶するために開放
される。
一般に、コンピュータ・システムによって最も多くアク
セスされがちなデータは、システムによって最も最近に
使用され、かつ最も最近に記憶されたデータである。こ
の発明では、最も最近に記憶されたデータは複製で中間
記憶装置内に保持される。好適な実施例では、中間記憶
装置は直接アクセス記憶装置（例えば磁気ディスク）で
ある。
１つの中間記憶装置が故障した場合でも、システムによ
って最もアクセスされそうかデータはなお別の中間記憶
装置内に存在する。冗長データを記憶するために使用さ
れる中間記憶装置の数を最小限にするため、中間記憶装
置内の複製データは周期的により安価な保存装置に転送
される。その結果、データの複製コピーを保持するため
のコストは低減し、しかもシステムの有用性は高度に保
たれる。
次に本発明の実施例を添付図面を参照しつつ詳細に説明
する。
第１図を参照すると、この発明が実施されているコンピ
ュータ・システムｌＯＯの構成図を示している。コンピ
ュータ・システム１００は中央処理装置（ＣＰＵ）１０
１と、主記憶装置１０２と、２つ又はそれ以上の中間記
憶装置１０３と、少なくとも１つの保存装置１０４とを
備えている。
コンピュータ。システム１００のＣＰｔＪｌ　０１はＡ
ＭＤＡＨＬ５８０、ＩＢＭ刊行文書番号ＧＡ２２−７０
８５、「システム１３７０、動作原理」に記載されてい
る１８Ｍシステム／３７０、又はＩＢＭ刊行文書番号５
Ａ２２−７０８５、「システム３７０／拡張体系動作原
理」に記載されているＩＢＭシステム／３７０拡張体系
」と同様の体系を有している。
中間記憶装置１０３は同様のアクセス特性を有している
。好適な実施例では、これらの中間記憶装置１０３はそ
れぞれ直接アクセス記憶装置である。（例えば磁気ディ
スク） 保存装置１０４は中間記憶装置よりもコスト／ビット比
（すなわち１ビツトの情報を記憶する平均コスト）は安
いが、その平均アクセス時間は中間記憶装置よりも長い
大量記憶装置であるのが通例である。このような種類の
大量記憶装置の１つは磁気テープである。このような種
類の大量記憶装置の別の１つは光学記憶装置である。
動作時には、ＣＰＵ　１０１は主記憶装置から直接デー
タをアクセスする。主記憶装置の記憶空間は中間記憶装
９１０３の記憶空間のサブセットである。ＣＰＵｌ０Ｉ
によってアクセスされた記憶位置が主記憶装置１０２内
に存在しない場合は該記憶位置は中間記憶装置１０３か
ら主記憶装置１０２へとページ・インされる。逆に主記
憶装置１０２内の空位空間が必要な場合は、主記憶装置
の選択された部位が中間記憶装置１０３へとページ・ア
うトされ、ページ・アウトされたデータが別のデータを
記憶するために再割り当てされることができる。
コンピュータ・システム１００は主記憶装置内に常駐す
るシステム制御プログラム（ＳＣＰ）１０５の制御のも
とで動作する。ＳＣＰ　１０５はＩＢＭ多重仮想記憶（
ＭＶＳ）動作システム又はＩＢＭ仮想計算機（ＶＭ）動
作システムと同様の体系を有している。これはコンビエ
ータ・システム１００内で動作されるユーザー及びシス
テムのタスクのスケジュールを組む機能を備えている。
ＳＣＰ　１０５は更に、ＣＰＵＩ　０１と中間記憶装置
１０３との間の、及びＣＰＵｌ０Ｉと保存装置１０４と
の間の入力／出力動作を実行する機能をも備えている。
本発明はＳＣＰ　１０５の改良としてｓｃｐ　ｉ　ｏ　
ｓ内で実施されている。
各々の記憶装置１０３は「ボリューム」とも呼ばれる。
第１図、に示すとうり、いくつかのボリューム１０３は
集合的に「記憶」１０６と呼ばれる。
本実施例では第１図に１つの「記憶」１０６だけが図示
され、かつ説明されるが、コンピュータ・システム１．
００が１つ以上の記憶を有することができることは自明
である。
各々のボリューム１０３の記憶空間は同じ所定サイズの
（例えばブロックあたり４キロバイト）複数個の「スロ
ット」に区分される。コンピュータ・システム１００の
各々のデータ・ファイルは単数又は複数のページに区分
され、その各々がスロット内に記憶されるようになって
いるや第２図はコンピュータ・システム１００内のデー
タ記憶を管理するためＳＣＰ　１０５によって使用され
る制御ブロックを図示している。制御ブロックＭＳＢ　
（装填された記憶ブロック）２０１が主記憶装置１０２
内の所定の記憶位置に備えられている。ＭＳＢ２０１は
５ＣＰ１０５が記憶１０６のボリューム１０３をアクセ
スする際に利用する情報を含んでいる。
本実施例におけるＭＳＢ２０１には複数個のポインタＭ
ＳＢＳＶＢＳ２０２が備えられ、その各部が制御ブロッ
クＳＶＢ　（記憶容量ブロック）２０３を指す。各５Ｖ
Ｂ２０３には個々のボリューム１０３をアクセスするた
めＳＣＰ　１０５によって利用される情報が含まれてい
る。各５ＶＢ２０３はボリュームに対応するビット・７
７ブＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４をアクセス可能な欄を有し
ている。ビット・マツプＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４はボリ
ューム内の単数又は複数のページとして記憶され、それ
が使用される場合は主記憶装置１０２内ニヘージングさ
れるａ　ＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４内の各ビットは対応す
るボリューム１０３０個々のスロットに対応し、かつ、
ボリューム１０３内のどのスロットが空いていて、どの
スロットが塞かっているかを識別する。このように、ボ
リューム１０３の記憶空間が４０２４個のスロットに分
割されると、そのＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４は４０２４の
ビットを有する。ボリューム１０３内のスロットがデー
タ・ファイルに割当てられると、そのＳＶＢＢＭＡＰＡ
２０４内の対応するビットは“０”にセントされる。逆
に、ボリューム１０３内のスロットが空いている場合は
、ＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４内の対応するビットは“１　
ｍにセントされる。ＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４内のビット
の位置は対応するボリューム１０３内の対応するスロッ
トの位置の関数であるので、（例えば第１のビットは第
１のスロットに対応し、第２のビットは第２のスロット
に対応するなど）、ボリューム内の所定のスロットのロ
ケーションはＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４内の対応するビッ
ト位置から判定することができる。
ボリューム１０３の空位はボリューム１０３内の空いて
いるスロット数の関数である。逆にボリューム１０３の
塞がりはボリューム１０３内に割当てられたスロット数
の関数である。ボリューム１０３の空位及び塞がりは双
方ともその対応するＳＶＢＢＭＡＰＡ２０４から判定す
ることができる。
本実施例では全てのボリューム１０３のＳＶＢＢＭＡＰ
Ａ２０４は周期的にＳＣＰ　１０５によって走査されて
、それぞれの空位が判定される。次に５ｅｐｉｏｓはそ
れぞれの空位に基づいてボリューム１０３をランク付け
し、かつＭＳＢ２０１内のポインタＭＳＢＳＶＢＣＨ２
０５に連鎖された５ＶＢ２０７の待ち行列を配置するの
で、待ち行列２０７内のＳＶＢの位置は、ボリュームの
対応するＳＶＢＢＭＡＰＡ内の１”ビットの数によって
左右される。
ＭＳＢ２０１は更にＡＳＢ　（アドレス空間ブロック）
２０６の表へのポインタを有している。
ＡＳＢ２０６は複数個の欄を含んでおり、そこから複数
個のＤＳＢ　（データ空間ブロック）をアクセスするこ
とができる。各々のＤＳＢは記憶１０６内に保持されて
いるデータ・ファイルを記述し、かつ次の欄を含んでい
る。
（１）ＤＳＢＩＯ欄−この欄はＤＳＢが割当てられたフ
ァイルの識別を含んでいる。
（２）　　Ｄ　Ｓ　Ｂ　Ｆ　Ｌ　Ａ　Ｇ欄−ＤＳＢＦＬ
ＡＧが第１の所定値（“ＤＳＢＤＵＰＬＸ”−二重）又
は第２の所定値（”ＤＳＢＴＰＬＸ”−チーブプレック
ス）のいずれかにセントされると、そのことは対応する
ファイル内の二重コピー、すなわち主コピーと副コピー
が記憶１０６内に保持されていることを意味する。ＤＳ
ＢＦＬＡＧ内の“ＤＳＢＤＵＰＬＸ”値又は“ＤＣＢＴ
ＰＬＸ”値は更に、ファイルのコピーを周期的に保存装
置１０４へと転送できることを意味している。
しかしＤＳＢＴＰＬＸの場合は副次コピーで塞がった記
憶空間はコピーが保存装置内に書き込まれた後に再使用
できるように空にされる。
（３）　　Ｄ　Ｓ　Ｂ　Ｓ　Ｌ　ＯＴ欄−この欄には４
つの語が含まれている。これらの４つの語はそれぞれ、
対応するファイルのページを含む記憶１０６内のスロッ
トの記憶域にポインタを記憶するために利用できる。Ｄ
ＳＢが”ＤＳＢＤＵＰＬＸ”ファイル又は″ＤＳＢＴＰ
ＬＸ″ファイルのいずれかに属している場合は、使用さ
れるＤＳＢＳＬＯＴ語の半分は主コピーを記憶するスロ
ットへのポインタを含み、別の半分は副コピーを記憶す
るスロットへのポインタを含んでいる。ファイルが４つ
のスロット以上を必要とする場合は、単数又は複数の空
間の拡張、ＤＳＸがＤＳＢに追加サレル。非ＤＳＢＤＵ
ＰＬＸ　　及び非ＤＳＢＴＰＬＸファイルの場合は、Ｄ
ＳＢＳＬＯＴＩＩ内の４つの語のうちの最後の語がＤＳ
Ｘを指す。ＤＳＢＤＵＰＬＸ及びＤＳＢＴＰＬＸのファ
イルの場合は、ＤＳＢＳＬＯＴ内の４つの語の全てが４
つのＤＳＸを指示するために利用される。
（４）　　Ｄ　Ｓ　Ｂ　Ｓ　Ｉ　Ｚ　Ｅ欄−この欄には
ファイルを記憶するために利用される多数のスロットが
含まれている。ＳＣＰ　１０５はＤＳＢＳ　Ｉ　ＺＥ欄
を点検することによってＤＳＸがＤＳＢに追加されたか
どうかを判定することができる。
ファイルを作成するため、“開いたファイル”指令が発
される。開いたファイル指令にはファイルに対して作成
される新たなファイルのサイズ及び新たなファイルが二
重（ＤＳＢＤＵＰＬＸ）又はテープブレックス（ＤＳＢ
ＴＰＬＸ）　ファイルのどちらであるかの識別が含まれ
ている。
開いたファイル指令に応答して、ＳＣＰ　１０５は記憶
１０６のＡＳＢ　２０６からＤＳＢを獲得する。ＤＳＢ
が割当てられると、ＳＣＰ　１０５は新しいファイルの
見出しをＤＳＢＩＤ欄に入れ、ファイルがテープブレッ
クス又は二重のどちらであるかを反映するためにＤＳＢ
ＦＬＡＧをセットする。更に、ファイルの特定されたサ
イズに基づいて、５ＣＰ１０５はファイルに必要なスロ
ット数を反映するためＤＳＢＳ　Ｉ　ＺＥ欄をセットし
、かつＤＳＢＳＬＯＴの大きさが充分でない場合はＤＳ
Ｘを割当てる。
第３図はページ・アウト動作を処理し、かつ記憶１０６
内の複製コピーを保存装置１０４へとダンプするための
本実施例の構成部品を図示した構成図である。ページ・
アウト動作では、主記憶域１０３から指定さた記憶領域
は記憶１０６に転送される。５ＣＰ１０５は、ファイル
のＤＳＢからの情報を含む別の情報とともにページ・ア
ウト・ファイルの主記憶域が含まれている実記憶域ブロ
ック（Ｒ３Ｔ）３００を生成することによってページ・
アウト処理を開始する。
ＲＳＴ３００は要求プロセッサ３０１によって受領され
る。要求プロセッサ３０１は本実施例ではコンピュータ
・システム１００内で実行されるＩＢＭ／３７０コンピ
ュータ・プログラムによって実現される。
表１は記憶１０６内の不特定スロットへのテープブレッ
クス・ファイルのページ・アウト処理を行なうための要
求プロセッサ３０１のコードの一部を形成するＩＭＢ／
３７０アセンブリ・プログラム・リストを示している。
表−−１ １、１Ｌ　　　　　Ｒ１５，＝　Ａ　（ＢＬＤＰＲＢ）
ＢへＩＲＲ１４，Ｒ１５ ＳＴ　　　　　Ｒ１，ＪＳＡＲｌ ＦＴＬＬＰＲＢＯ １，２ １，７ １，８ Ｒ ５ＩＮＧ Ｓ Ｒ ＶＩ ＪＲ５ＴＲＥＡＬ Ｔ Ｈ Ｔ ＶＣ Ｔ Ｉ ＡＬ ＩＦ Ｒ２，ＲＩ ＦＲＢ、Ｒ２ Ｈ Ｒ１４，Ｒ４ ＰＲＢＲＷ、Ｘ’０５’ Ｒ１４，ＰＲＲＲ５Ａ Ｒ１４，＝　Ｖ（２０４８） Ｒ１４，ＰＲＢＲＳ八２ ＰＲへＰＲＢ　（４）　、　ＲＳＴＰＲＢＲ２，Ｒ５Ｔ
ＰＲＢ ＲＳＴＦＬＡＧ、ＲＳＴＰＧＩＯ Ｒ１４，ＰＡＧＲＱ （ＴＭ、　ＲＳＴＦＬＡＧ、　ＲＳＴＤＵＰＬＸ、　０
）　。
ＡＮＤ、　　（ＣＬＣ，ＭＳＢＶＯＬＮ、ＮＥ、、Ｈ’
ｌ’）。
ＡＮＤ、　　（ＴＭ、ＰＲＢＦＬＧ、ＰＲＢＤＵＰＥＸ
、Ｚ）Ｒ１５，＝　Ａ　（ＢＬＤＰＲＢ） Ｒ１４，Ｒ１５ Ｒ２，ＲＩ ＰＲＢＦＬＧ、ＰＲＢＤＵＰＬＸ ＢＦＩＬＬＰＲＢＯ ＥＮＤＩＦ 表１を参照すると、Ｒ３Ｔ３００を受領すると要求プロ
セッサ３０１は先ず、ファイルの各ページ用に第１のペ
ージ要求ブロック（ＰＲＢＩ）３０２を構成するための
空間を要求する。（１，１行）各々のＰＲＢ　１につい
て要求プロセッサ３０１は対応するページの主記憶装置
の記憶域をＲ３Ｔ３００からＰＲＢＩへと転送する。（
１，２〜１．３行）次にＳＣＰ　１０５がページを凍結
してページ・アウト中にページが変化することを防止す
る。各ＰＲＢ　１とＲＳＴ３００との間の連結も確立さ
れる。次にＰＲＢ１３０２がＭＳＢを離れてＦＲＢ待ち
行列に連鎖される。（１，４行） 仮に、（ａ）ファイルのＤＳＢがページが二重ファイル
に属していることを指示し、（ｂ）記憶１０６内に２つ
以上のボリュームが存在し、かつ（Ｃ）　Ｈａページ用
に１つのＰＲＢＬが形成されていない場合には、ファイ
ルの各ページ用に第２のＰＲＢ、ＦＲＢ２゜３０３が形
成される。（１，６〜１．７行）それがべ−ジ用の第２
のＦＲＢであることを示すためＰＲＢフラグ、ＰＲＢＦ
ＬＡＧが各ＰＲＢ２，３０３内にセントされる。（１，
８行） 第４図はテーププレックス・ファイルのページに対応す
る２つのＰＲ’Ｂ、すなわちＰＲＢ　１及びＦＲＢ２を
示している。それがページの主コピーを記憶するために
利用されるスロットを要求するため作成されたものであ
ることを示すため、フラグ、ＰＲＢＦＴ、ＡＧがＰＲＢ
　ｌ内にセットされる。
２つのＰＲＢのそれぞれはページのＲＳＴへのリンクを
有している。対応するスロットのそれぞれのロケーショ
ンを指示するためＦＲＢには２つのポインタＰ　ＲＢ　
Ｓ　Ｌ　ＯＴ　Ｐ及びＰＲＢＳＬＯＴＤが備えられてい
る。このようにして、スロットが副次コピーに割当てら
れた場合は、そのスロットの位置はＰＲＢ　１のＰＲＢ
ＳＬ’ＯＴＤ欄に記憶され、スロットが主コピーに割当
てられた場合は、そのスロット位置はＦＲＢ２のＰＲＢ
ＳＬＯＴＰ欄に記憶される。
ＰＲＢｌ、３０２とＦＲＢ２，３０３の各々はＰＲＢプ
ロセッサ３０４によって受領される。
ＰＲＢプロセッサ３０４はコンピュータ・システム１０
０内で実行されるコンピュータ・プログラムとして実現
される。
記憶１０６内のボリューム１０３が遊び状態にある場合
は常に、ＰＲＢプロセッサ３０４はＭＳＢへと待機され
るＰＲＢの連鎖の処理を開始する。
ＦＲＢプロセッサ３０４は第１のＦＲＢを取り出し、い
ずれかのスロット又はボリュームがＰＲＢ用に指定され
たかどうかを点検する。説明上の目的で前述のように作
成されたファイルにはボリュームもスロット・アドレス
も指定されなかったものと想定してみる。そこでＦＲＢ
プロセッサ３０４はＭＳＢＳＶＢＣＨへと待機されるボ
リュームの連鎖２０７を通過し、記憶１０６内の最初の
遊びボリュームを発見する。ＳＶＢはそれぞれの空位の
順に連鎖されているので、そのことは更に、最高の空位
を有する遊びボリュームが配されていることを意味する
。素子が発見されると、ＦＲＢプロセッサは以下の表２
の１８Ｍシステム／３７０のアセンブリ・コード内に示
されているＦＲＢプロセッサ３０４のプログラムの一部
に入る。
ＲＹＰＯ ２，１ ２，１８ ２，２ ２，３ Ａ Ｒ ＩＦ １、 ＲＡ Ｚ ｉｊＥＮＤＩＦ ｌＦ ２．４ ＥＮＤＩＦ ２．５ ｉｊＨＮＤＤ。
人−一」よ Ｒ３，ＭＳＢＳＶＢＣＨ−（ＳＶＢＳＶＢ−５ＶＢ）Ｒ
４，Ｒ４ （ＴＭ、ＰＲＢＦＬＧ、ＰＲＢＤＵＰＬＸ、０）Ｒ４，
ＰＲＢＳＬＯＴＰ Ｒ４、２０ ＲＹＣＣＬ ＷＩＩＩＬＨ，（ＬＴ、Ｒ３，５ＶＢＳＶＢ、ＮＺ）Ｒ
１５，５ＶＢＩＲＯ＋ＩＯＲＤＥＶＴ−１ＯＲ（ＴＭ、
５ＶＢＦＬＧ、５ＶＢＮＳＰＡＣ＋５ＶＢＩＯＧＮ、Ｚ
）。
ＡＮＤ。
（ＴＭ、　ＤＥＶＦＬＧ２−ＤＥＶ　（Ｒ１５）　、　
（ＤＥＶ２ＮＯＰ、　Ｚ）　。
ＡＮＤ、　（ＣＨ，Ｒ４，Ｎｌ！、　ＳＶＢＶＬＮＵＭ
）Ｂ　　　ＴＲＹＰＯＶ ＰＡＣＥ ＴＲＹＰＯＶ　　ＪＳＡＶＥ ＩＦ ＲＡ ＢＺ Ｒ Ｒ １ＥＬｓＵ ＲＡ １Ｆ Ｃ）Ｉ Ｒ ＥＮＤＩＰ ＨＮＤＩＦ ＪＲＥＡＬＲ５Ｔ ２．６　　　　　　ＪＭＣＡＬ ＲＹＣＣＩ Ｒ１，ＲＥＧＢＡＳＥ＝Ｒ１３ （ＴＭ、　ＰＲＢＦＬＧ、　ＰＲＢＤＵＰＬＸ、　０）
Ｒ４，ＰＲＢＳＬＯＴＰ Ｒ４，２０ ＴＲＹＰＯＶＩ Ｒ４，ＳＶＢＶＬＮＵＭ ＴＲＹＰＯＶＩ Ｒ４，ＰＲＢＳｌ、０ＴＤ Ｒ４，２Ｏ Ｚ Ｒ４，ＳＶＢＶＬＮＵＭ ＴＲＹＰＯＶＩ Ｒ４，ＰＲＢＲ３Ａ Ｒ４浦０ＲＫ＝Ｒ１４ ＬＰＯＴ ２．７ ２．８ ２．９ ２．１０ ２．１１ ＮＺ ＩＦ ＭＣＡＬ ＥＮＤＩＦ ｌＦ ＤＯ ｌＦ Ｔ ＥＬｓＥ Ｔ ａｔ！ＮＤＩＦ ａＥＮＤ。
ＥＮＤＩＦ Ｔ ＡＬ ＴＲＹＰＯν１ （ＴＭ、ＰＲＢＦＬＧ、ＰＲＢＣＮＣＬ、０）ＳＬＰＵ
Ｔ、（Ｒ５）、（Ｒ６９ ＴＲＹＰＯＶ３ （ＴＭ、ＲＳＴＦＬＡＧ、ＲＳＴＦＤＰＬＸ、Ｏ）、Ａ
ＮＤ（ＣＬＣ，ＭＳＢνＯＬＮ、ＮＥ、・Ｉｌ’ｌ’）
Ｒ１４，ＲＳＴＰＲＢ 誓旧Ｌｌｌ＋、　（ＬＴＲ，Ｒ１４，Ｒ１４，ＮＺ）（
ＴＭ、ＰＲＢＰＬＧ、ＰＲＢＤＵＰＬＸ、Ｚ）Ｒ１，Ｐ
ＲＢＳＬＯＴＤ−ＦＲＢ（Ｒ１４）Ｒ１，ＰＲＢＳＬＯ
ＴＤ−ＰＲＢ（Ｒ１４）Ｒ１４，ＰＲＢＰＲＢ−ＰＲＢ
　（Ｒ１４）Ｒ１，ＰＲＢＳＬＯＴ Ｒ１４，ＣＮＶＴＳＬＴ２ 第１の命令ではＳＶＢ連鎖２０７内の第１のボリューム
が取出される。２．１ないし２．２行で、ＦＲＢはそれ
が主コピー用であるか副コピー用であるかの点検がなさ
れ、更に、ＦＲＢが副コピー用である場合は、主コピー
がスロットに割当てられたかどうかの点検が行なわれる
。副次ＰＲＢは主ＰＲＢがスロットに割当てられた場合
に限り処理される。
ページの主コピー用に作成されたＰＲＢであるＰＲＢ　
１を処理する際、ＦＲＢプロセッサ３０４はスロットを
使用可能であり、動作状態にある第１の装置内のＦＲＢ
に割当てる。（２，３行ないし２．５行）ＦＲＢプロセ
ッサ３０４はスロット・マネージャ３０５を呼出しく２
．６行）スロット・マネージャに選択されたボリューム
のＳＶＢをバスすることによってＰＲＢ用のスロットを
得る。
スロット・マネージャ３０５はコンビヱータ・システム
１００内で実行される１８Ｍシステム／３０７コンピユ
ータ・プログラムとしても作成される。スロットを所定
のプログラム内に割り当てるためのスロット・マネージ
ャ３０５プログラムの一部が以下の表３に示されている
。
−Ｎ　　　　　　　　　　− ＝　　−―　　Ｑ　　−χ　　伽　　　　　　　　ン　
　−傷　　ロ。
−一−２ψ−ヱａｌｌ　！−一にくべχψ国３．４ ＧＯＴＢＩＴ ３．５ ３．６ ０ＴＴＲＴ ＴＲＴＴＡＢ Ｒ１，ＲＩ ｌ０ ｃｃをセントする。
Ｒ１−〉バイト、Ｒ２＝ビット数＋ｌ Ｒ２，０ピント数を縮減する。
Ｒ１４，Ｒ１バイト・ポインタを保存する。
Ｒ１，４’０ＯＯＯＦＦＦ’　　　　　ヘ−’；　・ｔ
７４ｘ　ｙ　）ヲ得ル。
Ｒ５，Ｂ’０１１０’、ＳＶＢＶＬＮＬＩＭ　　　ホリ
ューム数を加える。
ＲＯ，５ＶＢＴＳＣＮＴ　　　　　　　Ｔ−；１．、　
ｒ！−／ト・カウントを得る。
Ｒ１，３ページ数を構成する。
１？５．１２　　　　　　　　　　高ビットを復元する
。
ＲＯ，＝Ｆ″１′ Ｒ１，Ｒ２ Ｒ２，−Ｖ（ＢＩＴＳＯＦＦ）　　　　　　ヒラ）　・
？スフを指示スル。
ＲＯ，５ＶＢＴＳＣＮＴ　　　　　　　Ｔ−スロット・
カウントを増分する。
Ｒ１、Ｒ５スロット数を　　する。
０（１，Ｒ１４）　、０（Ｒ２）　　　　　　スロット
を割当てる。
れ、ＪＳＡＲＩ Ｒ１５，Ｒ１５戻りコードをセットする。
ＰＯＴＲＥＴ　　　　　　　　　　　戻る。
０（ＩＩ鳴Ｒ１５）　、　ＴＲＴＴＡＢ　　　　オンで
あるピントを探索する。
ＡＬＬ（０，８，７，７，６，６，６，６，５，５，５
，５，５，５，５，５）１６ＡＬｌ（４）　、　３２Ａ
Ｌ１　（３）　、　６４ＡＬ１（２）　、　１２８Ａｌ
ｌ　（１）表３の３．１行ないし３．２行で、所定のボ
リュームの空き／割当てビット・マツプＳＶＢＢＭＡＰ
Ａが取出される。
本実施例では、スロット・マネージャ３０５が目下アク
セスされているディスク・シリンダに対応するビット・
アドレスから開始するビット・マツプを探索する。この
ビット位置から始って、スロット・マネージャ３０５は
＠１”の値を有する空いたスロットを探索するためにビ
ット・マツプＳＶＢＢＭＡＰＡを点検する。（３，３〜
３．４行）ビット・マツプＳＶＢＢＭＡＰＡから空いた
スロットが選択された後、スロット・マネージャ３０５
はビット・マツプＳＶＢＢＭＡＰＡ内の対応するビット
をオフに切換え、選択されたビットから割当てられたス
ロットのアドレスを作成し、かつスロット・アドレス（
Ｒ１に保存されている）をＦＲＢプロセッサ３０４に戻
す。
表２に戻ってこれを参照すると、ＰＲＢプロセッサ３０
４が要求されたスロットを受領すると、プロセッサ３０
４はＰＲＢＦＬＡＧを検査して、ページ・アウト要求が
取消されたかどうかの最終点検を行なう。（２，７〜２
．８行）。ｓｃｐ　ｉ　ｏ　ｓが要求を取り消すことを
決定すると、ＰＲＢＦＬＡＧは“ＰＲＢＣＮＣＬ”の値
にセットされる。要求が既に取消されている場合は、ス
ロットは戻される。
ページ要求が取消されていない場合は、ＦＲＢプロセッ
サ３０４が対応するＲ５Ｔを検査することにより、ＦＲ
Ｂが二重ファイルに属しているかを点検する。そうであ
る場合は、ＰＲＢプロセッサ３０４は割当てられたスロ
ットをＦＲＢ２のＰＲＢＳＬＯＴＰ欄内に割当てられた
スロット記憶域に入れる。（２，９〜２．１０行）これ
が終了すると、ＰＲＢプロセッサ３０４は割当てられた
スロット数を、シリンダ・アドレス、見出しアドレス及
びトラック・アドレスのような、割当てられた記憶装置
１０３内のアドレスへと変換する。
ＰＲＢ　１が形成された後、これは選択されたボリュー
ムのＳＶＢから離れてＦＲＢの待ち行列に連鎖される。
ボリュームが遊び状態になると、ＦＲＢプロセッサ３０
４がＰＲＢの待ち行列を処理する。ＦＲＢプロセッサ３
０４はアドレスからのチャネル・プログラムを作成し、
ページをボリュームに書込む。ページが割当てられたス
ロット内に書込まれた後、スロットのアドレスはファイ
ルＤＳＢ内の対応するＤＳＢＳＬＯ前記述項内に記憶さ
れる。
本実施例では、ＦＲＢプロセッサ３０４は、ボリューム
内に書込む際の循環的な遅延を最小限にするため、ＰＲ
Ｂの分類を行なう。これはＳＶＢベージ・アウト待ち行
列内の全てのＦＲＢを昇順記録番号に分類することによ
って行なわれる。次にＦＲＢプロセッザ３０４が連鎖の
最初のＰＲＢを選択して、連続的な記録間の記録番号内
の最大ギャップを有するＦＲＢとする。
ＦＲＢプロセッサ３０４は、それがＰＲＢｌを処理する
のと同様にＦＲＢ２を処理する。表１を再び参照すると
、ＦＲＢプロセッサはＭＳＢ待ち行列からＦＲＢ２を得
る。ＦＲＢ２にはボリュームもスロットも指定されてい
なかったので、ＰＲＢプロセッサはＳＶＢ連鎖をたどっ
て、ＰＲＢ用に使用可能な最初の動作可能装置を探索す
る。しかし、ＦＲＢ２のＰＲＢＤＵＰＬＸ４１ｊｌはそ
れが二重ファイルの副コピーに所属していることを指示
するので、（２６１行）、ＦＲＢプロセッサ３０４は主
コピーに割当てられたスロット・アドレスを得て（２，
１ａ行）、ＦＲＢ２用に選択されたボリュームがＰＲＢ
　ｌ用のボリュームと同一ではないことをＷｉ認するた
め、補足的な点検を行なう。
ボリュームが選択されると、スロットが選択され、ＰＲ
Ｂ　１に関して説明した方法と同様の方法でページが選
択されたスロットに書込まれる。従って、終了時には、
同じページの２つのコピーが書込まれ、各々のコピーは
記憶１０６内の別個のボリューム内に書込まれる。これ
が縫子すると、割当てられたスロットの位置はページ・
イン・オペレーションで利用されるＲ３Ｔ内に記憶され
る。
第５図はＤＳＢと記憶１０６のスロットとの関係を示し
たものである。図には、“ＡＤＡＭ”の見出しを有する
テープブレックス・ファイルに所属し、２つのページを
有する第１のＤ　Ｓ　Ｂ　（ＤＳＢＩ）が示されている
。
ＤＳＢＳＬＯＴａではスロット位置を指示するため２つ
の記述項、すなわちボリューム１内のページ１と、ボリ
ューム２内のページ２が使用され、これらファイル・ペ
ージの主コピーを含んでいる。
ＤＳＢＳＬＯＴ４ｒｉｌＩでは更にスロット位置を指示
するため更に２つの別の記述項、すなわちボリューム２
内のページ１′と、ボリュームｎ内のページ２′が使用
され、これらはファイル・ページの副コピーを含んでい
る。第５図は更に“ＢＡＫＥＲ”の見出しを有する単一
ファイルの第２ＤＳＢ（ＤＳＢ２）を図示しており、こ
れは１ページだけを有しているので単一のＤＳＢＳＬＯ
Ｔ欄だけが使用される。第５図は更に、２ペ一ジ以上の
テーププレックスファイル（ＣＨＡＲＬＥＳ”）の第３
のＤＳＢ　（ＤＳＢ’　　３）をも図示しており、従っ
て、これには複数のＤＳＸが割当てられている。
第３図を再び参照すると、記憶１０６内の記憶空間を空
けるために記憶１０６内の副コピーを保存装置１０４に
転送するため、時々記憶ダンプ・プロセッサ３０６が初
期状態に設定される態様が示されている。本実施例の記
憶ダンプ・マネージャはコンピュータ・システム２００
内で実行されるコンピュータ・プログラムとして作成さ
れる。
記憶ダンプ・プロセッサ３０６はシステム・オペレータ
又はその目的のために書かれたプログラムによって入力
される記（ｇダンプ要求３０７によって始動される。記
憶ダンプ・プログラム３０６は、記憶１０６内の空き空
間が所定の最小値以下に降下した場合に始動されるか、
又は、１週間のような所定の間隔をおいて規則的に始動
されることができる。記憶ダンプ・プロセッサ３０６が
初期状態に設定されると、先ず記憶１０６のビット・マ
ツプＳＶＢＢＭＡＰＡのロックをセントして、ダンプ処
理中に変化しないようにする。記憶ダンプ・プロセッサ
３０６は更に全ての関与始動が終了するのを待機する。
前記の２つの条件が一旦満たされると、記憶ダンプ・プ
ロセッサ３０６は以下の表４に示された１３Ｍシステム
／３７０アセンブリ・コードを含む一連の動作を実行す
る。
稟−」− ＤＳＢ／Ｒ７を使用 ＬＡＲＢ、１ヘージ内（７）　ＤＳＢＸ　（７）数ａｒ
Ｆ　（ＣＬｌ、ＤＳＢＴＹＰＥ、ＮＥ、Ｑ’Ｘ’）ＬＡ
　Ｒ８，４０９６ル’　ＤＳＢ　　　ページ内のＤＳＢ
Ｏ数１ｉＩＥＮＤＩＰ ａＤｏ　ＷＨＩＬＥ、　（ＢＣＴ、Ｒ８）　　　コれら
を環状にする。
Ｌ　　Ｒ９，ＳＶＢＤＵＭＰ　　　　再度ＤＣＢを指示
する。
ＤＣＢ、Ｒ９を使用 ａＦＩ　　（ＣＬＩ、ＤＳＢＴＹＰＥ、ＮＥ、Ｃ’Ｐ’
）それが割当てられたか？ ＡＮＤＩＦ、　（ＴＭ、　ＤＳＢＦＬＡＧ、ＤＳＢＤＵ
ＰＩＪＸ、Ｏ）及び二重にされたか？ ４．２ ＡＮＤＩＰ、　（ＴＭ、　ＤＳＢＦＬＡＧ、　ＤＳＢＴ
ＰＬＸ、　Ｏ）及びテーププレックスされたか？ ＯＲ，（ＣＬＩ、ＤＣＢＩＤ、ＥＱ、Ｃ’Ｄ’）　　又
はテープ・ダン走査ではないか？ ＤＲＯＰ　　Ｒ９ ＬＡ　　Ｒ９，ＤＳＢＳＬＯＴ ＬＡ　　ＲＩｏ、２　　　　　　　対偶の数ａｌＦ　（
ＣＩＪ、ＤＳＢＴＹＰＥ、ＥＱ、Ｃ’Ｐ’）ＬＡ　　Ｒ
９，ＤＳＸＳＬＯＴＳ−ＤＳＸ（（Ｒ７）ＬＡ　　Ｒ１
０，（４０９６−（ＤＳＸＳＬＯＴＳ−ＤＳＸ）／８　
　対偶の数ＥＮＤＩＦ ａＤｏ　　ＷＩＩＩＬＨ，（ＢＣＴ、ＲＩＯ）ａｌＦ　
（ＬＴ、Ｒ１，Ｏ（Ｒ９）ＭＮＺ）、　　主ｏ７トを得
る。
ＡＮＤＩＰ、　（Ｃ，Ｒ１，ＮＥ、・Ｘ”７ＦＦＦＦＦ
ＦＦ　’　）損傷したか？ ａＩＦ　（ＣＬｌ、ＤＳＢＩＮＤＸ＋ｌ、ＮＥ、０）　
コれは索引ページか？ ＪＭＣＡＬ　　５ＣＮＩＤ、、（Ｒ１）　　イエス、こ
れを走査せよ。
ＢＮＤＩＰ ４．３ Ｌ　　Ｒ１５，ＳＶＢＤＵＭＰ　　　　　ＤＣＢを指示
。
ＤＣＢ、Ｒ１５を使用。
ａＩＦ　（ＣＬｌ、ＤＣＢＩＤ、ＮＥ、Ｃ’ｄ’）　　
ダンプの開始だけのために実行 ＤＲＯＰ　　Ｒ１５ Ｌ　　Ｒ１，０（Ｒ９） Ｒ１、Ｊ　（ＳＬＯＴＶＯＬ） Ｒ１，２Ｏ−２ Ｒ２，ＭＢＢＳＶＢＳ（Ｒ１） Ｒ２，ＳＶＢＤＵＭＰ−５ＶＢ　（Ｒ２）Ｒ１，０（Ｒ
９） Ｎ　　Ｒ１，・Ａ　（ＳＬＯＴＳＬＯＴ）ＳＲＬ　　Ｒ
１，３ Ａ　　Ｒ１，ＤＣＢＳＬＯＴ−ＤＣＢ（Ｒ２）Ｌ　　Ｒ
Ｏ，ＣＵＲＲＨＯＭＢ ＪＭＣＡＬ　　　ＰＦＩＸ、（ＲＯ）、（Ｒ１）ＬＴＢ
　　Ｒ１５，Ｒ１５ スロット１０を再び得 る。
ボリュームを抽出。
ボリューム数×４ 彼のＳＶＢを指示。
ＤＣＢを得る。
スロット１０を再び得 る。
スロット　出しを得 る。
８分割する。
ページ数を得る。
くぎ付げにする。
４．４ ４．５ ＢＮＺ　　ＴＰＳＣＡＮＥＲ ＬＴＲＲ１，Ｒ１実アドレスを得る。
ＢＮＰ　　ＴＰＳＣＡＮＥＲ Ｌ　　Ｒ２，０（Ｒ９） Ｎ　　Ｒ２，Ａ（７）　　　　　　　ビット数を得る。
Ａ　　Ｒ２，＝Ｖ（ＢＩＴＳＯＰＦ） ＮＧ　　Ｏ（１，Ｒ１）、０（Ｒ２）　　　オフに切換
える。
ＪＭＣＡＬ　　ＰＰＲＥＥ、０．（Ｒ１）ｉｊＥＮＤＩ
Ｆ ａｌＦ　（ＴＭ、ＤＢＦＬＡＧ、ＤＳＢＴＰＬＸ、Ｏ）
　　それはテーププレックスされてい るか？ ＡＮＤＩＰ（ＬＴ、Ｒ１，４（Ｒ９）、ＮＺ）二重コピ
ーを備えているか？ ＡＮＤＩＰ（Ｃ，Ｒ１，ＮＥ、＝Ｘ’７ＦＦＰＦＦＦＦ
’）形は良好であるか？ Ｎ　　Ｒ１，、Ａ（ＳＬＯＴＶＯＬ）　　　ボリューム
を抽出。
ＳＲＬ　　Ｒ１，２０−２ボリューム数×４Ｌ　　Ｒ２
，ＭＳＢＳＶＢＳ（Ｒ１）　　　彼のＳＶＢを指示Ｌ　
　Ｒ２，ＳＢＶＤＵＭＰ−５ＶＢ（Ｒ２）　　ＤＣ［ｌ
を得る。
ＤＣＢ、Ｒ２を使用 Ｌ　　Ｒ１，４（Ｒ９）　　　　　　スロットＩＤを再
び得る。
Ｎ　　Ｉ？１．＝Ａ（ＳＬＯＴＳＬＯＴ）　　スロット
ＩＤを得る。
Ｓｌ？Ｌ　　Ｒ１，３＋１２　　　　　ページ数を得る
。
ＳＬＬ、　Ｒ１，２４倍する。
Ｌ　Ｒ１，ＤＣＢＢＭＡＰ（Ｒ１）　　　ＭＷＰ数を得
る。
ＪＭＣＡＬ　ＭＰＧＥＴ、　、　（Ｒ１）　　　ページ
を得る。
Ｌ　Ｒｏ、４（、Ｒ９）　　　　　　スロットＩＤを再
び得る。
Ｎ　１７０．　＝Ａ　（４０９５寧８）　　　バイト数
を得る。
ＳＲＬ　Ｒｏ、３ ＡＲ，Ｉ？！、ｌ？０　　　　　　　バイトを指示する
。
Ｌ　Ｒ１５，４（、Ｒ９）　　　　　　最近のスロット
数ＩＮ　Ｒ１５，・Ａ（７）　　　　　　ビット数を得
る。
Ａ　　Ｒ１５，＝Ｖ（ＢＩＴＳＯＮ） ｉｌｊｌＦ　（ＣＬＩ、ＤＣＢＩＯ，ＥＱ、Ｃ’ｄ’）
　　テープダンされたか？ ＩＣＲ３，０（Ｒ１））　　　　　　ビット数を得る。
１１２Ｘ　ＴＭ、ｌ？３．０（Ｒ１５）　　　　ビット
を点検する。
ａｌＰ　ＮＺ　　　　　　　　　ビットは依然としてオ
ンであるか？ ＩＲＲ４，Ｒ１ビットが向かう場所 を保存。
し　Ｒ１，４（、Ｒ９）　　　　　　二重コピーを空け
る。
ＬＲＲＯ，Ｒ５ＭＳＢを得る。
ＪＭＣＡＬ　５ＬＰＵＰ、　（ＲＯ）　、　（Ｒ１）　
、Ｌ＝　イエスＳＴＣＲ３，０（Ｒ４）　　　　　　ビ
ットを復元する。
ＸＣ４（４，Ｒ９）、４（Ｒ４）　　　　それをクリヤ
する。
Ｌ　Ｒ４，ＪＳＡＲ４ Ｒ３Ｔ、Ｒ４を使用 ０１　Ｒ５ＴＦＬＡＧ、Ｒ５ＴＭＯＤ　　　変更を示す
。
ＤＲＯＰ　Ｒ４ １ｉＩＥＮＤＩＦ ａｒ！ＬｓＢ　　　　　　　　　テープダンされず。
ＱＣＯ（１，Ｒ１）、０（Ｒ１５）　　　ビットをセッ
トする。
ａＢＮＤＩＦ ＤＲＯＰ　Ｒ２ ４，６ａＢＮＤＩＦ ａＢＮＤＩＦ ＬＡ　　Ｒ９，８（Ｒ９）　　　　　次の対　へ、１ｊ
ＢＮＤＤＯスロット対　を環状 にする。
ａＢＮＤＩＦ ＬＡ　　Ｒ７，Ｌ’ＤＳＢ（［１７）　　　　次の１つ
に移る。
１ＥＮＤＤ。
第４図と第６図を参照すると、記憶ダンプ・プロセッサ
３０６は先ず記憶空間を割当て、そこで２つの合成ビッ
ト・マツプと、ダンプ・ビット・マツプ６０１と消去ビ
ット・マツプ６０２とを作成する。空間が割り当てられ
る方法は公知であるのでここで説明する必要はない。ビ
ット・マツプ６０１及び６０２はそれぞれ、記憶１０６
の各ボリューム用に予約されたセクションを有している
。
表４の４．１行ないし４．２行で、記憶ダンプ・プロセ
ッサ３０６は記憶１０６のＤＳＢを順次走査して、テー
プブレックス又は二重ファイルのいずれかに属するＤＳ
Ｂを識別する。テープブレックス又は二重ファイルに属
する各スロット用に、記憶ダンプ・プロセッサ３０６は
ＤＳＢＳＬ、ＯＴ欄内の主スロット・アドレスを使用し
てダンプ・ビット・マツプ６０１内に対応するビットを
セットする。（４，３行ないし４．４行）ダンプ・ビッ
ト・マツプ６０１の各セクションは、対応するボリュー
ムのＳＶＢにリンクされたダンプ制御Ｂブロック（ＤＣ
Ｂ＞内に含まれている。
４．５ないし４．６行から、記憶ダンプ・プロセッサ３
０６は更にＤＳＢＳＬＯＴＩＩＩ内の副スロツトアドレ
スを用いてテープブレックス・ファイルの各スロット用
に消去ビット・マツプ６０２内の対応するビットをセッ
トする。
記憶ダンプ・プロセッサ３０６が記憶１０６の全てのＤ
ＳＢを通過した後、該プロセッサは各ボリュームのＳＶ
Ｂを探索して、ＤＣＢを使用してダンプ・ビット・マツ
プ６０１によって識別されたスロットを保存装置１０４
内にダンプする。これが終了すると、次に記憶ダンプ・
プロセッサ３０６は消去ビット・マツプ６０２を用いて
、各ボリュームの割当て／空位ビット・マツプ内にビッ
トをセットして、テープブレックス・ファイルの副コピ
ーによって塞がれたスロットを空き状態にする。
ボリューム内に故障が生じると、ＳＣＰ　１０５はテー
プをアクセスし、かつ故障したボリュームのデータを再
構成することができる。ボリュームを再構成する際、デ
ータがテープから読み出される。次に５ＣＰ１０５は記
憶装置内にスロットを割当て、それが新しいデータ・フ
ァイルを作成するかのようにデータを記憶する。
本発明の好適な実施例のこれまでの説明は、図解と説明
の目的で開示されたものである。これは本発明を網羅す
ることを意図するものではなく、開示された実施形態に
本発明を限定するものではない。明らかに多くの変更と
修正が当業者には自明であろう。本実施例は本発明の原
理と実際的な応用例を最適に説明するために選択され、
かつ説明したものであり、従って、当業者以外の人にも
本発明の種々の実施例及び特定の用途に適応した種々の
修正を行った本発明を理解することが可能である。本発
明の範囲は添付の請求項及びこれと同等の記述事項によ
って限定されることを意図するものである。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明を実施したコンピュータ・システムの構
成図である。 第２図は第１図のコンピュータ・システム内でデータ記
憶管理用に使用される制御ブロックの構成図である。 第３図は本発明の実施例の装置を示した構成図である。 第４図はテープブレックス又は二重ファイルのページを
ページ・アウトするために作成された２つのページ要求
ブロックを示す。 第５図はＤＳＢと、対応するファイルに割当られたスロ
ットとの関係を示した図である。 第６図はテープブレックス・ファイルのコピーを保存装
置に転送するために作成されたビット・マツプと、転送
されたファイルの副コピーを消去するために作成された
ビット・マツプとを示す６図中符号 ００・・・・・・コンピュータ・システムＯ１・・・・
・・中央処理装置（ＣＰ　Ｕ）０２・・・・・・主記憶
装置 ０３・・・・・・中間記憶装置　　１０４・・・・・・
保存装置０５・・・・・・システム制御プログラム０６
・・・・・・記憶 ０１・・・・・・装填された制御ブロック（ＭＳＢ）０
２・・・・・・ポインタ　（ＭＳＢＳＵＢＳ）０３・・
・・・・記憶ボリューム・ブロック（Ｓ　Ｖ　Ｂ）０４
・・・・・・ビットマツプ（ＳＶＢＢＡＰＡ）０５・・
・・・・ポインタ（ＭＳＢＳＵＢＣＨ）０６・・・・・
・アドレス空間ブロック（ＡＳＢ）０７・・・・・・待
ち行列 ００・・・・・・実記憶ブロック（ＲＳＴ）０１・・・
・・・要求プロセッサ ０２・・・・・・最初のページ要求ブロック（ＰＲＢＩ
）０３・・・・・・第２ＰＲＢ　（ＢＲＢ２）０４・・
・・・・ＰＲＢプロセッサ ０５・・・・・・スロット・マネージャ３０６・・・・
・・記憶ダンプ・プロセッサ３０７・・・・・・記憶ダ
ンプ要求 ６（Ｎ・・・・・・ダンプ・ビット・マツプ６０２・・
・・・・消去ビット・マップ図面の浄書（内容に変更な
℃） ＦＩＧ、−１ ＦｌＧ、−４ 手 続 補 正 書く方式） ％式％ １、事件の表示 平成１年特許願第１７８８８８号 ２、発明の名称 高信頼度のデータ記憶サブシステム における資源の節減方法および装置 ３、補正をする者 事件との関係 出 願人 名 称 アムダール コーポレーション ４、代 理 人 ５、補正命令の日付 平成１年１０月３１日 明 細 書 企図 面

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、中央処理装置と主記憶装置とを有し、前記中央処理
    装置は前記主記憶装置内のデータに基づいて動作し、前
    記主記憶装置内に記憶されたデータは補助記憶サブシス
    テムからページ・インされ、また該サブシステムへとペ
    ージ・アウトされ、前記補助記憶サブシステムが同じア
    クセス特性を有する少なくとも２つの記憶装置を備えた
    形式の段階式記憶コンピュータ・システムにおいて、前
    記補助記憶サブシステムの記憶の信頼度を高める方法が
    、 ａ、ページ・アウト動作中に、 ａ．１、ページ・アウト動作のデータの主コピーを補助
    記憶サブシステムの記憶装置の１つ に記憶し、 ａ．２、データの副次コピーを同時に補助記憶サブシス
    テム内の異なる１つの記憶装置に記 憶し、 ｂ、補助記憶サブシステムの記憶装置内の副次コピーを
    周期的に保存装置へと転送し、かつ、ｃ、転送された副
    次コピーによって占められた記憶装置内の記憶空間を新
    たなデータを記憶するために利用できるようにする各段
    階から成ることを特徴とする方法。 ２、記憶装置内でデータの主コピーと副次コピーを含む
    記憶位置を識別するためのディレクトリを提供しかつ保
    守する段階を含むことを特徴とする請求項１記載の方法
    。 ３、ディレクトリに準拠して記憶ダンプ・マップを構成
    し、該記憶ダンプ・マップが保存装置に転送される予定
    の記憶装置内のデータの記憶位置を識別する段階を含む
    ことを特徴とする請求項２記載の方法。 ４、使用マップを提供し、該使用マップが記憶装置内の
    空いている記憶場所を識別し、かつ記憶装置内の使用中
    の記憶場所を識別する段階を含むことを特徴とする請求
    項３記載の方法。 ５、ディレクトリを利用して転送された副次コピーによ
    って塞った記憶位置を使用中から空き状態へとリセット
    する段階を含むことを特徴とする請求項４記載の方法。 ６、記憶装置内のきれぎれの空いた記憶位置の量の関数
    として記憶装置を周期的にランク付けし、かつ最も多い
    空位を有する記憶装置を選択して請求項１の前記ａ．１
    段階で主コピーを記憶する段階を含むことを特徴とする
    請求項１記載の方法。 ７、きれぎれの記憶装置が直接アクセス記憶装置である
    ことを特徴とする請求項１記載の方法。 ８、保存装置が磁気ディスクであることを特徴とする請
    求項１記載の方法。 ９、中央処理装置と主記憶装置とを有し、前記中央処理
    装置は前記主記憶装置から直接アクセスされたデータに
    基づいて動作し、かつ前記主記憶装置内に記憶されたデ
    ータは補助記憶サブシステムからページ・インされ、又
    該サブシステムへとページ・アウトされる形式の段階式
    記憶コンピュータ・システムにおいて、前記補助記憶サ
    ブシステムの記憶の信頼度を高める装置が、ａ、同じア
    クセス特性を有する少なくとも２つの記憶装置と、 ｂ、保存装置と、 ｃ、ページ・アウト要求を受けるための入力装置と、 ｄ、前記入力装置に応答して、ページ・アウトプロセス
    中に前記記憶装置の１つに、ページ・アウトされたデー
    タの主コピーを記憶するための第１装置と、 ｅ、前記入力装置に応答して、ページ・アウトプロセス
    中に前記記憶装置の異なる１つに、データの副次コピー
    を記憶するための第２装置と、 ｆ、前記記憶装置内の副次コピーを周期的に前記保存装
    置へと転送するための第３装置と、ｇ、前記第３装置に
    連結され、転送された副次コピーの記憶空間を新たなデ
    ータを記憶するために利用できるようにする第４装置と
    から構成されたことを特徴とする装置。 １０、ディレクトリ装置と、該ディレクトリ装置を保全
    して記憶装置内の空いている記憶位置を識別し、かつ記
    憶装置内の使用中の記憶位置を識別する装置とを備えた
    ことを特徴とする請求項９記載の装置。 １１、第１マッピング装置と、保存装置に転送される記
    憶装置内のデータの記憶位置を識別するように前記第１
    マッピング装置をセットするための装置とを備えたこと
    を特徴とする請求項１０記載の装置。 １２、第２マツピング装置と、記憶装置内の空いている
    記憶位置を識別し、かつ記憶装置内の使用中の記憶位置
    を識別するように前記第２マッピング装置をセットする
    ための装置とを備えた請求項１１記載の装置。 １３、前記ディレクトリ装置に応答して、転送された副
    次コピーによって塞がった記憶位置が空き状態にリセッ
    トされるように前記第２マッピング装置を休止させるた
    めの装置を備えたことを特徴とする請求項１２記載の装
    置。 １４、記憶装置内の空位の記憶位置のそれぞれの量の関
    数として周期的な記憶装置をランク付けし、かつ最も多
    い空位を有する記憶位置を選択して主コピーを記憶する
    ための装置を備えたことを特徴とする請求項９記載の装
    置。 １５、それぞれの記憶装置が直接アクセス記憶装置であ
    ることを特徴とする請求項９記載の装置。 １６、保存装置が磁気テープであることを特徴とする請
    求項９記載の装置。
JP1178888A 1988-07-11 1989-07-11 高信頼度のデータ記憶サブシステムにおける資源の節減方法および装置 Pending JPH02155055A (ja)

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