JPH0279141A - 仮想索引機構 - 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 本発明はシステム制御プログラミングに係り、特に仮想
記憶キャッシュ技術によって名前付きデータ・オブジェ
クトのアクセス速度を改善するためのシステム及び方法
、並びにこのようなデータ・オブジェクトを用いたトラ
ンザクションのための回復技術に係る。

Ｂ、従来技術とその課題 ＤＡＳＤ（直接アクセス記憶装置）に記録されているエ
レメントを処理する多数のソフトウェア・サービスがあ
る。ユーザ要求毎に１つのエレメントをＤＡＳＤからロ
ードして、それを使用可能なフォーマットに合わせるこ
とは、ＣＰＵ時間及びＩ１０処理の点でオーバヘッドが
大きくなり得る。

もしロード及び再フォ−マツトの後でオブジェクトが保
管され、複数のユーザの間で共用されるのであれば、オ
ーバヘッドの多くを除くことができる。

既存の多くのサービスは区分データ・セット（ＰＤＳ）
の中にエレメントを含ませている。これらのデータ・セ
ットはあとで説明する名前付は構造と似た名前付は構造
を有する。同様に、仮想記憶をオブジェクト用のキャッ
シュとして使用することも知られている（例えば、本出
願人の資料番号ＧＣ２８−１１５２に記載されているＭ
ＶＳ／ＸＡの仮想取出し機構）。しかし、従来技術には
次の点が欠けている。

（イ）区分データ・セット（ＰＤＳ）メンバがＤＡＳＤ
上で変更された場合の掃連するキャッシュ・オブジェク
トの自動無効化。

（ロ）キャッシュ・オブジェクトがユーザにとって最も
良く合っているかどうか（ユーザの探索シーケンスにお
いて最も早く生じたかどうか）の迅速な決定。

（ハ）キャッシュ・オブジェクト及び制御ブロックをデ
ータ空間に分離して記憶すること、並びにその回復可能
性。

（ニ）それぞれが固有の探索シーケンスを有する複数の
ユーザの闇でのキャッシュ・オブジェクトの共用。

従って、本発明の目的はそれぞれ異なったアドレス空間
で実行している複数のユーザがデータ・オブジェクトの
作成、検索及び削除を並行して行えるようにするための
機構を提供することにある。

Ｃ９課題を解決するための手段 本発明に従うシステムは、仮想記憶装置において名前付
きデータ・オブジェクトの記憶、維持及び検索を行う。

データ・オブジェクトの名前は従来と同様に木構造（ク
ラス名／メジヤ名／マイナ名）になっている。本発明は
、トランザクションがルーチンのキャッシュ動作を実行
する時にその木構造におけるデータの位置に関する情報
を得られるようにする制御構造（あとで説明する種々の
制御ブロック及びテーブル）を含む。後続のトランザク
ションはこの情報を選択的に使用することによってパフ
ォーマンスを上げることができる。

上述の制御構造は、所与のクラスにおけるメジヤ名の探
索順序をユーザ別に定義する手段（ユーザ・ブロック）
と、探索の結果見つかったデータ・オブジェクトを仮想
記憶キャッシュから取出して使用できるかどうかを決定
する手段（存在テーブル）とを含んでおり、これにより
所期の目的を達成する。

以下で説明する実施例では、古い情報（ダウンレベル・
オブジェクト）が誤ってキャッシュから取出されたり、
キャッシュに書込まれたりすることのないようにする機
構、及びキャッシュ・データの回復可能性のためにデー
タ空間を活用する手段も使用される。

Ｄ、実施例 本発明に従う仮想索引機構（ＶＬＦ）の概略を第１図に
示す。〜“ＬＦは、記憶しているデータ・オブジェクト
のクラスに関する情報をデータ空間に含む。（データ空
間の詳細は特願平１−１００９４号の明細書に記載され
ている。） 代表的なＭＶＳ／ＸＡプログラム・アドレス空間の構造
を第９Ａ図に示す。斜線部分はすべてのプログラム・ア
ドレス空間に共通の区域である。

これらの共通域は論理的には１つであり、従って成る共
通域でなされた変更は直ちにすべてのプログラム・アド
レス空間に反映される。他のプログラムからアクセスさ
れたくないデータは私用域（９１，９２）に置く必要が
ある。

第９Ｂ図は本発明で使用するデータ空間を示している。

データ空間は、関連するセグメント・テーブル記述子中
の標識ビットによってプログラム・アドレス空間と区別
される。第９Ｂ図には斜線部分がないが、これは、デー
タ空間のどの区域も他のデータ空間及びプログラム・ア
ドレス空間とは共通でないことを示す。例えば、プログ
ラム・アドレス空間の共通域にある記憶エレメント（９
３Ａ、９３Ｂ）を参照する仮想アドレスは、どのプログ
ラム・アドレス空間から見ても内容が同じであるエレメ
ントを示し、従ってプログラム・アドレス空間中の共通
域に対するすべての仮想アドレスは同じページ・テーブ
ル（第１０図の１０１）を共用できる。これに対して、
私用域中の記憶エレメント９４．９５．９６を参照する
仮想アドレスは固有のページ・テーブル１０２．１０３
を使用する。仮想アドレスを実（主記憶）アドレスに変
換するプロセスは動的アドレス変換（ＤＡＴ）と呼ばれ
、既に周知である（例えばＩＢＭ　　Ｓｙｓｔｅｍ／３
７０　　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ　　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒ
ｅ　　Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓｏｆ　　Ｏｐｅｒａｔｉｏ
ｎ、資料番号５Ａ２２−７０８５　＞。

多重空間でのプログラム実行の例を第１１図に示す。こ
のプログラムはアドレス空間１（ＡＳＩ）にあり、デー
タ空間２（ＤＳ２）に含まれている第１オペランド（１
１１）と、レジスタに含まれている第２オペランドとを
乗算して、その結果をデータ空間３（ＤＳ３）に記憶す
る（１１２）。

上述の一連のオペレーションを実行するためには、第２
オペランド（第１１図に示した乗算命令の例ではレジス
タ２（Ｒ２）に含まれている）の論理アドレスをデータ
空間２と関連づけ、記憶命令の第２オペランド（第１１
図の例ではレジスタ３（Ｒ３）に含まれている）の論理
アドレスをデータ空間３と関連づけるための機構が必要
である。

この関連づけは第１２図のＳＴＤ選択ブロック１２１で
実行される。ＳＴＤ選択ブロック１２１は適切なデータ
空間に関連するセグメント・テーブル記述子（ＳＴＤ）
を生成する。ＳＴＤ選択ブロック１２１の如き関連づけ
のための機構は多くの形をとり得る。例えば、特公昭６
０−２２３７７号公報、特公昭６０−４１３７９号公報
、及び特願昭６３−３１９６５９号の明細書には、この
ような機構が開示されている。生成されたセグメント・
テーブル記述子はパス１２２を介して動的アドレス変換
（ＤＡＴ）プロセスに入力される。

ＤＡＴプロセスは仮想データ空間アドレスを実アドレス
に変換する。このプロセスは、処理中の命令による基底
−変位型のすべてのデータ参照で行われ、命令が実行さ
れる。

データ空間にあるデータは、上述の特願昭６３−３１９
６５９号の明細書にも記載されているように、ＤＡＴ機
構を介してのみ参照することができる。データ空間は、
公知のＭＶＳアドレス空間と同様に、アドレス第２テー
ブル・エントリ（ＡＳＴＥ）、セグメント・テーブル記
述子（ＳＴＤ）、セグメント・テーブル及びページ・テ
ーブルな持つている。

データ空間を生成した後、ＶＬＦはアクセス・レジスタ
変換（ＡＲＴ　）プロセスによって当該空間をアクセス
するのに必要な構造、すなわちアクセス・リスト・エン
トリ（ＡＬＥ）及びアクセス・リスト・エントリ・トー
クン（ＡＬＥＴ’）を作成する。

ＡＩ’ｔＴプロセスの概略を第１３図に示す。アクセス
・リスト・エントリ・トークン（ＡＬＥＴ）１３０は３
２ビツトあり、アクセス・レジスタにロードされるとハ
ードウェアを活動化して、所与の作業単位について２種
類のアクセス・リストのうちの１つにある特定のアクセ
ス・リスト・エントリ（ＡＬＩＥ）１３４を選択させる
。一方のアクセス・リストは作業単位に関連し、他方の
アクセス・リストは一次アドレス空間に関連する。選択
さ−れたＡＬＥ１３４は、データ空間のセグメント・テ
ーブル記述子（ＳＴＤ）１３９を含むアドレス第２テー
ブル・エントリ（ＡＳＴＥ）１３８のアドレスを含んで
いる。命令をアクセス・レジスタ・モードで実行する場
合、ハードウェアは基底レジスタ（汎用レジスタ）の内
容及び変位から計算される仮想アドレスを、関連するア
クセス・レジスタに含まれるＡＬＥＴ１３０を用いて、
第１３図の手順に従って実アドレスに変換し、データを
アクセスする。

アクセス・リスト１３３は動的構造であり、（ＡＳＴＥ
によって表わされる）データ空間の生成又は削除に伴っ
て、対応するアクセス・リスト・エントリ（ＡＬＥ）が
付加又は除去される。データ空間の生成及び削除並びに
ＡＬＥの付加及び除去はソフトウェアで実行できる。こ
のように、プログラムが使用するＡＬＥＴ値は、動的エ
ンティティを参照するのに用いる静的値である。ＡＬＥ
Ｔ　７）？関連する空間だけを参照するのに使用される
ようにするため、幾つかの有効性検査機構が組込まれて
いる。例えば、ＡＳＴＥ又はＡＬＥが有効（使用中）か
どうかを示す基本的な有効性ビットの他に、シーケンス
番号（ＡＬＥＳＮ及びＡＳＴＥＳＮ　）フィールドが設
けられる。これらは、ＡＬＥ又はＡＳＴＥが再使用され
る時に変更される。

ハードウェアは、ＡＲＴプロセスを実行する時、ＡＬＥ
Ｔ１３０中のＡＬＥシーケンス番号（ＡＬＥＳＮ）１３
１と、選択されたＡＬＢ　１３４中のＡＬＥＳＮ１３１
Ａとを比較する。もしこれらが一致しなければ、ＡＬＥ
シーケンス例外を示すプログラム割込みコードが１３５
で発生される。同様に、ＡＬＥ　１３４中のＡＳＴＥシ
ーケンス番号（ＡＳＴＢＳＮ　）１３７と、ＡＬＥ１３
４によって指定されたＡＳＴＩＥ１３８中（７）ＡＳＴ
ＥＳＮＩ３７Ａとが一致しなければ、ＡＳＴＥシーケン
ス例外を示すプログラム割込みコードが１３５Ａで発生
される。また、ＡＬＥ１３４によって指定されたＡＳＴ
Ｅ１３８の有効性ビットがオフで、当該ＡＳＴＥが無効
であることを示していると、ＡＳＴＥ有効性例外を示す
プログラム割込みコードが１３５Ａで発生される。最後
に、アクセス・レジスタにあるＡＬＥＴ１３０中のＡＬ
Ｅ番号（ＡＬＥＮ）１３２によって指定されたＡＬＥ１
３４の有効性ビットがオフであれば、ＡＬＥＮ変換例外
を示すプログラム割込みコードが１３５で発生される。

ＡＳＴＢシーケンス番号は、主として、ＡＳＴＥによっ
て表わされる空間がアドレス空間の時に使用される。と
いうのは、アドレス空間の場合、ＡＳＴＥは実際にアド
レス第２テーブル（ＡＳＴ）中の固定位置エントリを表
わすからである、データ空間の場合は、ＡＳＴＥは独立
していて、実際に固定テーブルの一部ではなく、従って
変更されることはない。

ＡＬＥシーケンス番号は、特定のＡＬＥが再使用される
度に変更される。すなわち、ＡＬｔＥが特定の空間に対
応するＡＳＴＥのアドレスを含むことによって、その空
間を表わすように割当てられる時、そのシーケンス番号
はエントリが有効化される前に更新される。なお、第１
３図に示したＡＲＴプロセスの詳細は特願昭６３−３１
９６５９号の明細書に記載されている。

ＡＬＥを無効化する場合は、ハードウェアに対して命令
が出され、それによりハードウェアは当該ＡＬＥに対す
る以後の如何なる参照も無効化する。無効化されるのは
、多重プロセッサ構成における現プロセッサの参照だけ
ではなく、他のどのようなプロセッサの参照も無効化さ
れる。ＡＬＥ参照をバイパスするようなハードウェア索
引情報が使用可能なため、そのようにしておかないと問
題が生じる。このプロセスは、１８Ｍシステム／３７０
の動的アドレス変換（ＤＡＴ）に関するＴＬＢ除去命令
と似ている。

ＶＬＥオブジェクトの各クラスについて２つの関連デー
タ空間がある。その１つは、特定のクラスについて記憶
されたオブジェクトの名前及び位置を含む制御データ空
間（１８，１４；第１図）であり、もう一方はデータ・
オブジェクトを含むオブジェクト・データ空間である。

区分データ・セット・メンバＡ（１１３）、Ｃ（１１０
）及びＮ（１１２）はＤＡＳＤＩＩ及びＶＬＦキャッシ
ュ１５１．１５２．１６５の両方にある。キャッシュに
記憶されないオブジェクト（メンバ）Ｘ（１１４）はＤ
ＡＳＤｌｌにのみある。オブジェクトはオブジェクト作
成機能１０１によりキャッシュに置かれ、オブジェクト
検索機能１０２によりキャッシュから取出される。

オブジェクトへのアクセスは３レベルの名前付は方式で
制御される。どのオブジェクトも、クラス名、メジヤ名
及びマイナ名によって一意的に識別される。マイナ名は
それが属するメジヤ名の中では一意的でなければならな
いが、クラスのすべてのメジヤ名にわたって一意的であ
る必要はない。

同様に、メジヤ名はそれが属するクラスの中では一、を
的でなければならないが、すべてのクラスにわたって一
意的である必要はない。クラス名は一意的でなければな
らない。第２図はこの構造を示したものである。

各ユーザは、クラス内のメジヤ名の順序付けられた探索
シーケンスを持っている。特定のマイナ名を探索する時
は、メジヤ名がこのシーケンスに従って探索される。第
３図の３６及び３０３のところに示すように、このシー
ケンスは接続された各ユーザについて関連するユーザ・
ブロックに保管される。探索シーケンスは、（１）ソー
スが区分データ・セット（ＰＤＳ）メンバに関係しない
オブジェクトのクラスに対する明示メジヤ名リストとし
て、又は（２）ＤＤＮＡＭＥによって識別されるＰＤＳ
連結に対応する暗黙メジヤ名リストとして、ユーザ識別
機能に供給される。第３図において、第１ユーザ３７の
ためのクラス１内の探索シーケンスは、（１）’ＤＳＮ
３°、（２）’ＤＳＮＩ°、（３）“ＤＳＮ２　’であ
る。これは、ユーザ・ブロック８６内の探索順序インデ
ックス２、Ｏｌｌによって示される。これらのインデッ
クスは、メジヤ名テーブル３５中のエントリを指定する
。第２ユーザ３０２のための関連する探索シーケンス番
よ、（１ン’　ＤＳＮ３°、（２）“ＤＳＮ２°である
。これはユーザ・ブロック３０３内の探索順序インデッ
クス２．１によって示される。

ユーザの探索シーケンスにおけるマイナ名の最初の出現
は、そのマイナ名に関連するオブジェクトをＤＡＳＤか
ら検索する要求を満たす。もし要求されたオブジェクト
の最初の出現が２番目のメジヤで生じると、そのオブジ
ェクトが最初のメジヤにはないことを意味する。３番目
のメジヤで生じた場合は、そのオブジェクトは最初及び
２番目のメジヤにはない。一般に、Ｎ番目のメジヤで生
じた場合、そのオブジェクトは先行のＮ−１個のメジヤ
にはない。ここで述べる名前付きオブジェクト管理技術
では、オブジェクトを特定のマイナ名として保管する場
合（第１図のオブジェクト生成機能１０１）、ユーザの
探索シーケンスにおいて当該マイナ（オブジェクト）が
現われる最初のメジヤ（それより前のメジヤには当該オ
ブジェクトが存在しない）との関連性も保管する必要が
ある。この技術の更に詳細な説明が、ＭＶＳ／ＸＡＤａ
ｔａ　　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｏｒ’ｓ　　Ｇｕｉｄ
ｅ　（資料番号ＧＣ２６−４０１３）、ＭＶＳ／ＸＡ　
　ＤａｔａＡｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ　　Ｍａｃｒ
ｏ　　ｌ　ｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎ　　Ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅ（資料番号ＧＣ２６−４０１４）及びＭＶＳ／ＸＡＳ
　ｕｐｅｒｖｉｓｏｒ　　Ｓ　ｅｒｖｉｃｅｓ　　ａｎ
ｄ　　Ｍａｃｒｏｓ　（資料番号ＧＣ２８−１１５４）
にある。

良好な実施例を特徴づける機能（ルーチン）は次の通り
である。

（１）クラス定１ｍ−ＶＬＦが管理するオブジェクトの
新しいクラスを設定する。

（２）ユーザ識別−ＶＬＦオブジェクトの特定のクラス
の単一ユーザ及び該ユーザのための関連メジヤ名探索順
序を確立する。

（３）オブジェクト作成−１つのオブジェクトを特定の
クラスに付加させる。

（４）オブジェクト検索−ユーザによるＶＬＦオブジェ
クトのコピーの入手を可能にする。

（５）通知−変更が生じたという事実をＶＬＦオブジェ
クトのソースの修飾子がＶＬＦに通知できるサービスを
提供する。

（６）ユーザ除去−ＶＬＦの識別されたユーザに関して
ＶＬＦオブジェクトの特定のクラスへのアクセスを除去
する。

（７）クラス除去−前にＶＬＦに対して定義されたオブ
ジェクトの１クラス全体を削除する。

以下、これらの機能について更に説明する。除去される
クラスについてデータ空間への潜在的な結合によりＶＬ
Ｆ機能を回復するのに用いる機構も説明する。更に、キ
ャッシュ空間が導入時に指定された限界に近づいた時に
古いデータのＶＬＦキャッシュを除去するトリム機能、
及びＶＬＦオブジェクトの作成と該オブジェクトのＤＡ
ＳＤソースの同時変更とを同期させるのに用いる機構に
ついても説明する。

タ又ス定■ クラス定義機能は、オブジェクトの新しいクラス（クラ
ス１）を管理するのに必要な制御構造及び記憶域を初期
設定する。この機能は新クラスのための２つのデータ空
間を生成する。制御データ空間（第３図の３１）はクラ
スに関係するデータのための制御ブロックを含み、オブ
ジェクト・データ空間３２はデータ・オブジェクトを含
む。

この機能は、ＶＬＦアドレス空間にあるクラス・アンカ
ー・ブロック３３及びオブジェクト無効化情報３４の初
期設定も行う。クラス・アンカー・ブロック３３は、ク
ラス名、当該クラスのメジヤ名がＰＤＳメンバに関係し
ているかどうかを示す標識、並びに制御データ空間及び
オブジェクト・データ空間へのアクセスを制御する固有
トークン（及びＡＬＥＴ　）を含む。この機能は、ＶＬ
Ｆに記憶できるオブジェクトのソースになることを許さ
れているメジヤ名の導入時定義リスト（ＭＶＳ／　Ｘ　
Ａ　　１　ｎ１ｔｉａｌｉｚａｔｉｏｎ　　ａｎｄ　　
ｔｕｎｉｎｇ　（資料番号ＧＣ２８−１１４９）に記載
されている公知のＰＤＳであるＳＹＳ、ＰＡＲＭＬＩＢ
　　ＰＤＳメンバに含まれる）ｔ′読取り、各メジヤ名
についてメジヤ名ブロック（第４図の４２）を作成して
メジヤ名を挿入する。この機能はまたメジヤ名をゼロ起
点メジヤ名テーブル３５に記録し、そのエントリに対す
るインデックスを記録するためのクラス・データ・ブロ
ック（第４図の４３）を作成する。クラス・データ・ブ
ロック中のインデックスは、メジヤ名テーブル３５にお
けるメジヤ名の位置を表わす。第４図に示したクラス・
データ・ブロック及び関連する構造については、通知機
能のところで説明する。

４１２０１皿 ユーザ識別機能は、オブジェクトの特定のクラスで慟＜
ＶＬＦ機能のユーザとしてのプログラムを確立する。こ
の機能はまた、メジヤ名テーブル３５にないメジヤ名が
入力されると、それをテーブル３５に記録し、メジヤ名
ブロック（第４図の４−２）及びクラス・データ・ブロ
ック（第４図の４３）を作成する。クラス・データ・ブ
ロックには、当該クラス用のメジヤ名テーブル３５をア
クセスするためのインデックスが記録される。事例のユ
ーザ識別機能には特定のメジヤ名探索順序が関連づけら
れる。この探索順序は、同じマイナ名のオブジェクトが
探索順序における２以上のメジヤ名に存在していてもよ
く、且つ特定の順序でのメジヤ名探索で最初に見つかっ
たオブジェクトがこの識別されたプログラム・ユーザに
対する正しいオブジェクトであるという点で、ＭＶＳ／
ＸＡＪ　ＣＬ　　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　（資料番号ＧＣ
２８−１３５２）に記載されている公知のＤＤＮＡＭＥ
連結と似ている。

ユーザ識別機能は、当該識別を表わし且つ指定されたメ
ジヤ名探索順序の表示を含ませるためのユーザ・ブロッ
ク３６′ｆ：ＶＬＦＩＩＩ御データ空量データ空間３１
゜探索順序の表示は、メジヤ名テーブル３５へのインデ
ックスの順序付けられたリストから成る。前述のように
、第３図の例では、ユーザ・ブロック３６はメジヤ名“
ＤＳＮ３°、ＤＳＮＩ°及び“ＤＳＮ２′から成る探索
シーケンスの表示を含む。メジヤ名テーブル３５へのイ
ンデックスで構成されたこの順序付はリストへのインデ
ックスを「探索順序インデックス」という。

ユーザ識別機能は、プログラム・ユーザ及び関連する探
索順序を他のＶＬＦ機能に示す一意的な非ゼロのユーザ
・トークン３７を戻す。ユーザ・トークンは、あとでオ
ブジェクト作成機能及びオブジェクト検索機能を呼出す
時に探索順序情報への高速アクセスを可能にする。ユー
ザ・トークン（３７，３０２）は関連するユーザ・トー
クン・ブロック（３０４，３０５）のアドレス及びそこ
からのシーケンス番号を含む。ユーザ・トークン・ブロ
ックについてはユーザ除去機能のところで説明する。

主Ｚ盛り≧７）ｆｌ’戊 オブジェクト作成機能は、プログラムが１つのオブジェ
クト特定のクラスに付加できるようにする。プログラム
は、現在識別されているＶＬＦ機能機能ユースーザ・ト
ークン３７、オブジェクトのマイナ名、オブジェクト及
びゼロ起点探索順序インデックスを供給する。目標クラ
スはユーザ識別機能に対して既に示されており且つ対応
するユーザ・トークン・ブロックス８０４を介してユー
ザ・トークンと暗黙的に関連づけられるので、クラス名
を指定する必要はない。

ユーザ・ブロック３６にある探索順序“ＤＳＮ３°、’
ＤＳＮＩ’及び°ＤＳＮ２°によって現在ＶＬＦに対し
て識別されているプログラム・ユーザの例を考えてみる
。プログラムは、マイナ名が′Ａ°で関連するメジヤ名
がＤＳＮ２′であるオブジェクトを゛クラス１°に追加
しようとしているものとする。プログラムはオブジェク
ト作成機能を呼出し、ユーザ・トークン３７、マイナ名
°Ａ°、オブジェクト・データ及び探索順序インデック
ス２（探索順序の３番目のデータセットに対するゼロ起
点インデックス）を供給する。

オブジェクト作成機能の目的は、要求されたオブジェク
ト及びそれをアクセスするための制御構造が目標クラス
に存在することを保証することである。制御構造は、マ
イナ情報ブロック（第３図の３８）、存在テーブル３０
１、及び記憶されたオブジェクト３９を指し示すオブジ
ェクト・アクセス３８０から成る。当該オブジェクト又
は同じマイナ名を持った別のオブジェクトについて制御
構造の一部が既に存在している場合がある。オブジェク
ト作成機能は、要求されたマイナ名についてマイナ情報
ブロック３８及び存在テーブル８０１を見つけるか又は
組立てなければならず、且つ作成すべきオブジェクトに
ついてオブジェクト・アクセス・ブロック３８０が既に
存在しているかどうかを調べなければならない。もしオ
ブジェクト・アクセス・ブロック３８０が存在していな
ければ、オブジェクト作成機能は新しいオブジェクト３
９のコピーをオブジェクト・データ空間３２に作り、こ
の新しいオブジェクトを指し示すオブジェクト・２．ア
クセス・ブロック３８０を組立て、それをそれを既存の
オブジェクト・アクセス・ブロック連鎖の終り、又はそ
のような連鎖がなければ、マイナ情報ブ台ツク３８に連
鎖する。如何なる場合においても、オブジェクト作成機
能はマイナ情報ブロックに関連する存在テーブル３０１
を更新する（この更新については後で述べる）。

本例では、オブジェクト作成機能はクラス１におけるマ
イナ名°Ａ′を表わすマイナ情報ブロック３８を構成す
る。次いでオブジェクト・アクセス・ブロック８８０ｔ
−作成し、この探索順序インデックスを用いてユーザ・
ブロック３６中の探索順序をアクセスすることによって
得られた１のメジヤ名インデックスを入れる。オブジェ
クト・データ３９がオブジェクト・データ空間にコピー
され、マイナ名゛Ａ゛に対する存在テーブル３０１が作
成され、テーブル中の存在情報が設定される。

存在テーブル３０１の各エントリは１ビツトであり、メ
ジヤ名テーブル３５のエントリ（メジヤ名）と１対１に
対応している。ビットがオン（１°）であれば、関連す
るマイナ名が対応するメジヤ名の中に存在していないこ
とを示す。ビットがオフ（’Ｏ’）であれば、マイナ名
が対応するメジヤ名の中に存在し得ることを示す。ビッ
トの設定は、ユーザの探索順序と共にオブジェクト作成
機能へ供給される探索順序インデックスから暗黙的に決
定される。本例では、２つの探索順序インデックスは、
オブジェクト°Ａ°が探索順序における最初の方のメジ
ヤ名、すなわちメジヤ名インデックス２及び０によって
それぞれ示されるメジヤ名’　ＤＳＮ３　’及び°ＤＳ
ＮＩ’の中に存在しないことを示している。

ｊズ」や≧乙り復塞 オブジェクト検索機能は、プログラムがＶＬＦに記憶さ
れているオブジェクトのコピーを得られるようにする。

オブジェクト検索を要求するプログラムは、現在識別さ
れているＶＬＦ機能ユーザのユーザ・トークン３７、及
び所望オブジェクトのマイナ名を供給する。

オブジェクト作成機能のところで述べた例、すなわち、
プログラムがＤＳＮ３’、’ＤＳＮＩ“、’　ＤＳＮ２
°という探索順序で自身をクラス１に対して識別し、’
ＤＳＮ２’からのマイナ名が。

Ａｏであるオブジェクトの作成を要求した例を考えてみ
る。プログラムが、オブジェクト作成後、マイナ名′Ａ
゛の検索を要求して、ユーザ・トークン３７を出したと
する。

オブジェクト検索機能はまずマイナ名°Ａ′についてマ
イナ情報ブロック３８を探索する。もしそのようなブロ
ックが見つからなければ、所望のオブジェクトはＶＬＦ
に存在せず、検索は終了する。ブロックが見つかると、
マイナ名°Ａ゛に関連するオブジェクト・アクセス３８
０の全ブロックが探索され、ユーザ・ブロック８６中の
探索順序で最初に見つかるオブジェクトを表わすオブジ
ェクト・アクセスを決定する。もしそのようなオブジェ
クトが見つからなければ、検索は終了する。

ことでは、オブジェクト検索機能は検索順序における３
番目のメジヤ名’ＤＳＮ２’（メジヤ名テーブル３５の
インデックスは１）から作成されていたオブジェクト“
Ａｏを見つける。このメジヤ名は、ユーザの探索シーケ
ンスにおいてオブジェクト検索機能が見つけたＶＬＦオ
ブジェクトＡ。

を含む最初のメジヤ名であるが、ＶＬＦオブジェクトの
ソースとなるようには許可されていない最初の方のメジ
ヤ名（メジヤ名インデックス２又は０）にもオブジェク
ト°Ａ°があるかどうかは不明である。

オブジェクト検索機能は存在テーブル３０１中の存在情
報を用いて、見つかったオブジェクトが探索順序におけ
る最も早いメジヤ名（絶対最先メジヤ名）からのもので
あるかどうかを調べる。テーブル３０１の各ビット（存
在ビット）は、マイナ名が対応するメジヤ名のところに
存在していないと認められるか（存在ビット＝１）又は
そのようには認められないこと（存在ビット＝０）を表
わす。上の例では、メジヤ名インデックス２及びＯの存
在ビットが検査される。もし両方のビットがオン（１“
）であれば、オブジェクト°Ａ°は探索リストの最初の
方のメジヤ名“ＤＳＮ３　”及びＤＳＮＩ°には存在し
ていないものと認められ、要求元のプログラムに戻され
る。これは、探索順序における絶対最先メジヤ名からの
オブジェクトである。

何れかの存在ビットがオフ（’Ｏ’）であれば、オブジ
ェクト検索機能は、当該マイナ名が探索順序における前
の方のメジヤ名に存在しているかどうかを決定できない
。この場合も見つかったオブジェクトは要求元のプログ
ラムに戻されるが、それが探索順序における絶対最先メ
ジヤ名からのものであるかどうかは不明であることが表
示される。

探索順序インデックスも要求元プログラムに戻される。

間違っているかも知れないオブジェクトを戻す理由は、
データ・セット連結に関してＤＡＳＤ上の区分データ・
セット（ＰＤＳ　）オブジェクトを使用する際に分離で
きる３つのオペレーションがあるからである。最初のオ
ペレーション（ＰＤＳディレクトリの探索に使用される
公知のＭＶＳオペレーションであるＢＬＤＬ’）は、所
望のオブジェクトを含む最先のＰＤＳを決定するために
、連結中の各ＰＤＳのＰＤＳディレクトリを読取る。

次に第２のオペレーションがデータ・セットの実際のア
クセスを実行し、オブジェクトをプログラム記憶装置に
読込む。このオブジェクトは、もし必要であれば、第３
のオペレーションによって要求元プログラムが使用でき
るフォーマットに変換される。戻されたオブジェクトが
正しくないかも知れないことがオブジェクト検索機能に
よって示されると、オブジェクトと一緒に戻された探索
順序インデックスがＢＬＤＬによって決定された探索順
序インデックスと比較される。もしこれが−致すれば、
オブジェクト検索機能によって戻されたオブジェクトは
探索順序における最先のものであると認められ、従って
、オブジェクトを読取って使用可能なフォーマットに変
換する第２及び第３のオペレーションのオーバーヘッド
を避けることができる。

存在情報は、最初にオブジェクトを書込んだプログラム
とは別のプログラムにも有用である。存在情報は、成る
マイナ名に関するすべての作成要求で保管された情報の
集合である。存在情報は、ＶＬＦキャッシュに記憶され
たオブジェクトが絶対最先メジヤ名からのものか、又は
単にその可能性があるに過ぎないかを決定するため、任
意の検索要求で使用することができる。

もう−度、オブジェクト作成機能のところで述べた例を
考えてみる。今回は、ユーザ・ブロック３０３のところ
に示すように、別のプログラムが“ＤＳＮ３　’及びＤ
ＳＮ２“の探索順序で自身をＶＬＦに対して識別し、オ
ブジェクトＡ°の検索要求を出し、ユーザ・ブロック３
０３に関連するユーザ・トークン３０２を参照する。オ
ブジェクト検索機能は°Ａ゛についてのマイナ情報ブロ
ック３８ｆ！：見つけ、この第２のユーザ（プログラム
）の探索順序における最先のオブジェクト・アクセス３
８０のブロックがＤＳＮ２’（メジヤ名テーブル・イン
デックスは１）からのものであるかどうかを調べる。存
在テーブル３０１が探索順序における唯一の他のメジヤ
名’ＤＳＮ３’（メジヤ名テーブル・インデックスは２
）について検査される。’　ＤＳＮ３°に関する存在ビ
ットはオン（’１’）で、“ＤＳＮ３　”にはオブジェ
クトＡ′が存在しないことを示している。従って、見つ
かったオブジェクト°Ａ“３９は実際にこのプログラム
の探索順序における最先のものであり、オブジェクト検
索機能はこのオブジェクトをプログラムの記憶装置にコ
ピーし、これが探索順序における最先のメジヤ名からの
ものであることを表示する。

これでプログラムはオブジェクトを使用でき、ディレク
トリ探索、オブジェクト読取り、及び使用可能なフォー
マットへの変換に関連するオーバーヘッドが軽減される
。多くのプログラムの探索順序が交差していたり似てい
たりするようなシステムでは、外部記憶装置のアクセス
におけるとのオーバーヘッド軽減は更に顕著であり、し
かも外部記憶装置のアクセス競合がそれに比例して減少
し、オブジェクトを使用可能なフォーマットへ再変換す
るのに要する時間も短縮される。

皿■ 記憶したオブジェクトの有効性を維持するためには、Ｖ
ＬＦはこれらのオブジェクトのソースに対してなされた
変更を知る必要がある。そのような変更が生じた場合、
通知機能を用いて、変更をなす領域を準備し、オブジェ
クトの記憶されているコピーを無効化するのは、ＶＬＦ
を使用するプログラムの責任である。これはソース・コ
ピーが変更された後でのみ行われる。通知機能の要求元
は以下の情報を提供する。

一変更のタイプ （例えば、メジヤへのマイナ追加、メジヤからのマイナ
削除、マイナの内容更新、メジヤ金体の削除） 一当該通知機能が関係するクラス 一変更の影響を受けるマイナ及びメジヤの名前オブジェ
クトがＰＤＳ（又はＰＤＳ型）データ・セット構造に対
応しているようなオベレーテインク・システム（Ｏ５）
ないし制御プログラムでは、通知機能を呼出して、影９
を受けたオブジェクト　　、を無効化するため、実際に
変更を行うＯ８構成要素が修正される。実際にＶＬＦに
記憶されているよりも多くのオブジェクトが更新可能な
ため、通知機能はオブジェクト無効化情報（第４図）を
用いて、その探索範囲を、入カメジヤ名に関連するオブ
ジェクトを記憶するのに適した活動クラス（クラス定義
機能により設定される）に制限する。

プログラムがマイナ名°Ａ“のオブジェクトをメジヤ名
’　ＤＳＮ２“から削除する場合を考える。

通知機能はメジヤ名に対して周知のハツシングを行うこ
とにより、メジヤ名ハツシュ・テーブル（第４図の４１
）中の適切なエントリを選択する。

このエントリは、メジヤ名ブロック４２中のシノニム連
鎖を指し示す。このシノニム連鎖は、どのメジヤ名ブロ
ックが所望のメジヤ名”ＤＳＮ２゜を参照するかを決定
するために探索される。メジヤ名ブロックはクラス・デ
ータ・ブロック４３の連鎖を参照する。各クラス・デー
タ・ブロック４３は、関連するクラスについてメジヤ名
及びそのメジヤ名テーブル・インデックス（’　ＤＳＮ
２　’のインデックスはクラス１では１である）を参照
する。

通知機能は、制御データ空間３１内で、オブジェクトＡ
“のマイナ情報ブロック８８から１のメジヤ名テーブル
・インデックスを有するメジヤ名に関係するオブジェク
ト°Ａ゛のだめのオブジェクト・アクセス３８０のブロ
ックを見つけ、オブジェクト・アクセス及びオブジェク
ト°Ａ’３９を無効化し、オブジェクト“Ａ“のための
存在テーブル３０１において存在ビット（インデックス
は１）を０°にリセットする。ソース・オブジェクトの
内容が変更された場合も同様であり、記憶されているオ
ブジェクトを無効化しなければならない。

新しいソース・オブジェクトをメジヤ名に追加する場合
は、手順が若干具なる。ソース・オブジェクト’Ａ’ｅ
メジヤ名’ＤＳＮＩ°に追加する例を考えてみる。通知
機能は、新しいソース・オブジェクトが作成されたこと
を表示するので、オブジェクトをＶＬＦに記憶できない
可能性がある。

しかしそれでも、存在テーブル３０１中の存在ビット（
今の場合はインデックスＯ）ｅ”０°にリセットしなけ
ればならない。というのは、オブジェクト“ＡｏがＤＳ
Ｎ１°に存在するようになったにも拘らず、前のオブジ
ェクト作成機能で、オブジェクト“Ａｏが°ＤＳＮＩ°
に存在していないものと認定されているかも知れないか
らである。

会二望が１人 ユーザ除去機能は、ＶＬＦの識別されたユーザに対して
、ＶＬＦオブジェクトの特定のクラスへのアクセスを除
去する。これは特定のユーザ識別機能の効果を打ち消す
。プログラムが終ろうとしているか、又はそのクラスへ
のアクセスをやめようとしている時、そのプログラムは
ユーザ除去機能を呼出して、当該アクセスを除去する。

プログラムがユーザ識別機能から受取ったユーザ・トー
クン３７がユーザ除去機能に渡され、無効にすべき特定
の識別機能を識別する。ユーザ除去機能はユーザ・ブロ
ック３６を除去し、ＶＬＦ情報に対するどのような型の
アクセスについてもユーザ・トークン３７が最早有効で
はないことを示す。この後は、当該ユーザ・トークンを
用いてＶＬＦｔ−アクセスしようとする如何なる試みも
拒否される。

ユーザ・トークンを永続的に使用不能にするための方法
は、ＶＬＦアドレス空間にあってユーザ・ブロック３６
のアクセスに使用されるユーザ・トークン・ブロック３
０４の作成及び使用に関する２つの項目を含む。まず、
ＶＬＦアドレス空間においてユーザ・トークン・ブロッ
ク３０４のための記憶域が生成される。この記憶域は、
例えばＭＶＳ／ＸＡの資料ＧＣ２８−１１５４に記載さ
れているようなＭＶＳセル・プール・サービスによって
生成及び管理され、ＶＬＦが活動状態にある間、ユーザ
・トークン・ブロックのためにのみ使用される。次に、
ユーザ・トークン・ブロック３０４は、０から始まって
、該ブロックが無効であるとマークされる度に１ずつ増
分されるシーケンス番号を含む、ユーザ・トークン・ブ
ロック３０４が無効にされるのは、明示のユーザ除去要
求が出された時、又は該ブロックに関係するクラスがク
ラス除去要求によって削除された時である。同じシーケ
ンス番号がユーザ識別機能によってユーザ・トークン３
７にも記録され、従ってユーザ・トークンは関連するユ
ーザ・トークン・ブロックが有効で且つシーケンス番号
が一致する時だけ使用可能である。

ユーザ除去機能はまたメジヤ名の使用に関するデータ構
造を整理（クリーンアップ）する。もし除去されるユー
ザが特定のメジヤ名の最後のユーザであれば、メジヤ名
テーブル３５における当該メジヤ名のエントリが再使用
できるようにされ、当該メジヤに関するクラス・データ
・ブロック（第４図の４３）が解放される。更に、解放
されるクラス・データ・ブロックが当該メジヤ名のメジ
ヤ名ブロックから連鎖されている唯一のクラス・データ
・ブロックであれば、そのメジヤ名ブロックも自由にさ
れる。

久之ス徐人 クラス除去機能は、ＶＬＦに対して定義されていた１つ
のクラス全体を削除する。そのため、クラス・アンカー
・ブロック３３、当該クラスのための制御データ空間３
１及びオブジェクト・データ空間３２、並びに当該クラ
スによって参照されるメジヤ名に関連するクラス・デー
タ・ブロック（第４図の４３）（必要であればメジヤ名
ブロック４２も）が削除される。

皿炎血血 ＶＬＦは回復のためにハードウェア検査機構を利用する
。所与のクラスに関するデータ空間を削除するためにク
ラス除去機能を用いる時、そのプロセスの一部で当該デ
ータ空間についてのＶＬＦのアクセス・リスト・エント
リ（ＡＬＦ）が無効化される データ空間が削除される時は、そのデータ空間をアクセ
スするための一意的なデータ空間アクセス・トークン（
ＡＬＥＴ）も使用不能にされる。

既に進行中であったデータ空間とＶＬＦ機能の間の潜在
的結合は、その後に使用不能のアクセス・トークンによ
ってデータ空間の記憶域をアクセスしようとする如何な
る試みにも失敗する。ＶＬＦ機能のためのモジュール回
復はＡＲＴ障害を検出し、呼出しプログラムに戻って、
要求されたＶＬＦ機能を実行できないことを示す。次に
この回復機能の詳細を説明する。

ＶＬＦにおける障害が所与のクラスに関する制御ブロッ
ク構造の損傷であると認められた場合、診断ダンプが行
われると直ちにそのクラスのためのデータ空間を削除す
ることによって、該クラス全体が除去される。

回復手順のキーになる点は、クラス除去機能が完了する
と直ぐに同じクラスに対するクラス定義要求を出すこと
ができるということである。新しい要求は、制御ブロッ
ク及びオブジェクトの両方に関する新しいデータ空間に
対してすべて働く。

オブジェクトの同じ論理クラスをアクセスしようとして
いる潜在プログラム（除去されたクラスをアクセスして
いたプログラム）は新しいデータ空間をアクセスできな
い。というのは、すべての■ＬＦ機能はデータ空間アク
セス・トークン（ＡＬＥＴ）及び制御ブロック・アンカ
ーをクラス・アンカー・ブロック（第３図の３３）から
１回ロードするだけであり、その後はレジスタ等の作業
用記憶域に保持されているコピーだけを使用するからで
ある。このように、すべてのＶＬＦサービスは、所与の
クラスに関係するデータ空間を参照する能力に関する限
り”アトミック”である。それらは、データ空間の単一
の論理バージョンを参照し得るだけである。実際、ＡＬ
ＥＴのローカル・コピー及び制御ブロック・アンカーを
用いてＶＬＦデータ空間の１つの論理セットをアクセス
している作業単位（トランザクション）はデータ・シー
ケンス番号（第１３図のＡＬＥＳＮ１３１　）を持って
おり、それと同じシーケンス番号（第１３図のＡＬＥＳ
Ｎ１３１Ａ）に関連するデータ空間のアクセスだけが可
能である。後者のシーケンス番号は関連するデータ空間
の再割当てにより更新される。データ空間のアクセスに
用いるＡＬＥＴの有効性を調べるハードウェア検査は、
潜在作業単位が削除されたデータ空間を参照しようとし
た時に予測可能なプログラム・チエツクが生じて、その
ような参照ができないようにする（第１３図の１８５）
。ＶＬＦ回復コードはこれらのプログラム・チエツクを
検出し、通常のやり方でサービスの要求元に不成功の戻
りコードを供給する。

第５図は、除去されているクラスに関するデータ空間へ
の潜在結合がある状態においてＶＬＦ機能の回復に関係
する一連の事象を示したものである。

図の例では、同時に実行される２つのタスク１及び２が
ある。時刻ｔ１で、タスク２がクラスのデータ空間への
アクセスを必要とするＶＬＦ機能（オブジェクト検索、
オブジェクト作成、通知、等）′ｆ：要求する。このＶ
ＬＦ機能はクラスが活動状態にあることを確かめ、デー
タ空間記憶域をアクセスするためのデータ空間アクセス
・トークン（ＡＬＥＴ）をクラス・アンカー・ブロック
（第３図の３３）から作業用記憶域ないしレジスタにコ
ピーする。以後、ＶＬＦ機能はこの作業用コピーを専用
する。

時刻ｔ２において、タスク１がタスク２によってアクセ
スされるクラスと同じクラスに対するクラス除去要求を
出す。クラス除去の結果、当該クラスのためのすべての
データ空間アクセス・トークンは使用できなくなる。

アクセス・トークン（ＡＬＥＴ）が使用不能になった後
、タスク２はクラスのデータ空間にあるデータを参照し
ようとしく時刻ｔ３）、システムはこれを検出して、要
求された機能が制御権を得られるようにＶＬＦ回復を行
わせる（時刻ｔ４）。

回復ルーチンは、実際にデータ空間記憶域を参照するこ
となく（データ空間記憶域を参照すると第２の障害が生
じ得る）、データ空間アクセス・トークンの有効性を検
査する（時刻ｔ５）。回復ルーチンは、データ空間アク
セス・トークン（ＡＬＥＴ）が使用できないことを検出
すると、部分的に組立てられたデータ空間構造のクリー
ンアップを回避し、メジヤ名ブロック（第４図の４２）
又はクラス・データ・ブロック４３の如きＶＬＦアドレ
ス空間における部分的に組立てられた構造のクリーンア
ップに進む（ｔ６）。回復ルーチンが完了すると、メイ
ンライン機能が再開され（ｔ７）、クラスが定義されて
いないため要求されたＶＬＦ機能が実行できないことを
示して呼出しプログラムに戻る。

上リム機能 ＶＬＦは導入システムにおいて、所与のクラスに関する
データ・オブジェクトのキャッシュ記憶用に使用したい
仮想記憶域の最大容量を、そのＰＡＲＭＬＩＢメンバ中
の特定パラメータで指定させることができる。このパラ
メータの値が大きい程、参照頻度のより少ないオブジェ
クトがＶＬＦキャッシュに残る、最大容量値及び現在使
用中の容量値の両方がクラス毎のクラス・アンカー・ブ
ロック（第３図の３３）に記憶される。

ＶＬＦ）−リム・タスクは、オブジェクト・データ空間
記憶域の使用が導入時に指定された限界に近づいた時、
又はオブジェクト・データ空間記憶域の大きさがオブジ
ェクトを保持するのに不十分なためオブジェクト作成機
能を完了できなかった時に、最も前に参照されたＶＬＦ
オブジェクトをオブジェクト・データ空間から削除する
非同期プロセスである。

トリム・タスクは幾つかの情報を用いて、削除すべきオ
ブジェクトを決定する。各オブジェクト・アクセス・ブ
ロック（第３図の３８ｏ）は当該オブジェクトの最後の
検索時刻（最初は作成時刻）を含む。クラス・アンカー
・ブロック３３は当該クラスにおける最も古いオブジェ
クトのタイムスタンプ（最初はクラス定義の時刻であり
、当該クラスに含まれるオブジェクトを処理する時にト
リム機能によって更新される）を含む。

活動化されると、トリム機能は各クラス・アンカー・ブ
ロック３３を調べて、どのクラスがトリミングを必要と
しているかを決定する。追加のオブジェクト空間を要求
する各クラスについて、トリム機能はどれ程のオブジェ
クト・データ空間記憶域が必要かを決定し、オブジェク
トが古過ぎるとみなされる時間を計算する。これは、最
後に検索されてからの時間が長居オブジェクトが占めて
いる空間を返還させるためである。古過ぎるとみなされ
る時間は、”最古オブジェクト”時間を現時間との左の
所定の百分率だけ現時間に近づけることによって決定さ
れる。トリム機能はオブジェクト・アクセス・ブロック
をひと通り調べ、使用可能なオブジェクト空間の大きさ
が所望の値に達するまで、最近参照されていないオブジ
ェクトを開放する。トリム機能がすべてのオブジェクト
・アクセス・ブロックの処理を完了したにも拘らず、ま
だ十分な記憶域が得られていなければ、特別のトリム・
テーブル（第６図参ＷＡ）を用いて２回目の試みがなさ
れる。これは、トリム・プロセスが２回の試行で完了し
得ることを、完全にではないが保証する。

トリム・テーブルは、オブジェクト・データ空間に残っ
ているすべてのオブジェクトを表わす−群のオブジェク
ト・アクセス・ブロックを処理する最初の試行で構成さ
れる。テーブルに対するインデックスは時間を現時間Ｔ
ｏと計算された”古過ぎる”時間Ｔｎｉとの間で分け、
各エントリは、検索タイムスタンプ値が所与の時間セグ
メント内にあるすべてのオブジェクトについてのオブジ
ェクト空間カウンタである。例えば、ｉを時間増分とし
、Ｔｎｉを”最古オブジェクト”時間とすると、最終テ
ーブル・エントリは、タイムスタンプがＴｎｉとＴ（ｎ
−１）ｉとの間にあるすべてのオブジェクトの大きさ、
（Ｓ　ｎ　）を含む。最初の試行で削除されないオブジ
ェクトについては、トリム機能はその大きさをテーブル
中の対応するエントリに加える。従って、最初の試行の
終りには、トリム・テーブルは各時間セグメントによっ
て表わされるオブジェクト空間の大きさを含む。次に、
使用可能なオブジェクト空間の大きさが所望の値に達す
るまで、連続する最古のセグメントにおける使用可能な
空間を加えることにより、新しい”古過ぎる”時間が計
算される。第６図において、返還すべき合計記憶域が、
返還済みのものにＳｎ、５（ｎ−１）及び５（ｎ−２）
を加えた値であるとすると、２回目の試行のための新し
い”古過ぎる”時間はＴ（ｎ−３）ｉになる。これは、
前の”古過ぎる”時間Ｔｎｉから３Ｉを引いたものに等
しい。

皿斯 複数のプログラムを１つのシステムで同時に実行するこ
とができると、ＶＬＦに記憶されているデータが常にソ
ース・データに正しく対応していることを保証するため
の手段が必要である（これは通知機能の範囲外）。第７
図及び第８図は、ＶＬＦに記憶されているデータとソー
ス・データとの一致を保証するためにＶＬＦで使用する
解決策を示している。

ＶＬＦは、オブジェクトを作成しようとするプログラム
にソース・データの読取りに先立って当該オブジェクト
に対する検索要求を出させるようにすることによって、
この問題を解決する。ＶＬＦは既に所望のデータを含ん
でいるかも知れず、プログラムはソースからのデータ読
取りを決定する前にＶＬＦからのデータを要求すべきで
あるから、これは妥当な解決策である。オブジェクトに
対して検索要求が出されると、プログラムがＶＬＦにオ
ブジェクトを記憶する可能性があることを記録するため
、ＶＬＦはそのオブジェクトのマイナ名を含む作成保留
ブロック（ＣＰＢ）をＶＬＦ記憶域に割当てる。作成要
求は、作成保留ブロックを検査して、そのマイナ名が検
索要求からオブジェクト作成までの間に通知機能によっ
て無効化されているかどうかを調べる。

ＶＬＦはクラス毎に小さな固定サイズのＣＰＢアレイを
保持しており、いかなる時でも、クラスにおける所与の
マイナ名についての作成保留は１つしか許さない。もし
２つの作業単位が同じマイナ名のオブジェクトの作成で
競合していると、最初の作業単位はＣＰＢを得てオブジ
ェクトを作成できるが、２番目の作業単位はＣＰＢを得
られず、その後続の作成要求はどのようなオブジェクト
も作成し得ない。起動時には、ＶＬＦは比較的すいてお
り、複数の作業単位が作成保留状態にある可能性が高い
が、この規則によれば、無駄な重複作業が避けられ、作
成保留ブロックの使用可能性が維持される。成る作業単
位が作成保留状態にあっても、当該クラスに関するすべ
てのＣＰＢが使用中であれば、その作業単位にはＣＰＢ
は割当てられない。ただし、使用中のＣＰＨの中に限界
時間よりも長い間割当てられているものがあると、その
ようなＣＰＢを新しい使用に対して再割当てすることが
できる。

固定サイズのアレイを用いるのは、ＣＰＢの処理に簡単
な比較置換（ｃｏｍｐａｒｅ　ａｎｄ　ｓｗａｐ　）直
列化を使用できるからである。アレイのサイズは、検索
機能及び通知機能がＣＰＢを見つけるのに費やす時間を
予測可能な最小限度に抑えるため、小さくされる。作成
機能によって解放されていないＣＰＢを限界時間後に使
用可能とすることにより、どの作業単位が作成保留状態
にあるかを追跡する必要はなく、またジョブ・ステップ
・タスク終了時にＣＰＢ資源のクリーンアップを実行す
る必要もない。

第７図は達成される同期を示している。ソース・データ
は時刻ｔ１においてＡを含む。時刻ｔ２においてプログ
ラム１が検索要求を出すが、要求されたオブジェクトは
見つからず、そのオブジェクトの名前を含む作成保留ブ
ロック（ＣＰＢ　）を組立てる。次にプログラム１は当
該オブジェクトのソース・データを読取る（時刻ｔ３）
。時刻ｔ４においてプログラム２がソース・データなＡ
からＡ゛に変更し、その事実をプログラム２又はオペレ
ーティング・システムが通知機能を用いてＶＬＦに知ら
せる。通知機能は削除すべきオブジェクトを見つけられ
ないが、その代りに、そのオブジェクトに関する作成保
留ブロック（ＣＰＢ）を見つけ、それを無効にする。続
いてプログラム１がオブジェクトを作成しようとするが
（時刻ｔ５）、作成機能はそのオブジェクトに関する有
効な作成保留ブロックを見つけられず、オブジェクトを
記憶することなくプログラム１に戻る。

このように、作成保留ブロックを用いて、ソース読取り
及び作成機能実行の前に検索を行うようにすると、プロ
グラムがソース・データの現内容と一致しないオブジェ
クト（ダウンレベル・オブジェクト）を誤ってＶＬＦに
書込んでしまうのを避けることができる。

この方法でダウンレベル・オブジェクトが作成されない
ようにするためには、オブジェクト作成機能は次の８つ
のステップを実行しなければならない。

１、マイナ名について有効なＣＰＢがあることを検査す
る。

２、マイナ名についてオブジェクト・アクセス・ブロッ
ク（ＯＡＢ）（又はマイナ情報ブロック（ＭＩＢ）及び
ＯＡＢ　）を作成する。

３、マイナ名についてまだ有効なＣＰＢがあることを検
査する。

第８図に示すように、オブジェクト作成機能が最初に有
効なＣＰＢを検査する時刻（ｔ４）と、オブジェクトＡ
の０ＡＢ（又はＭＩＢ及び０ＡＢ）が作成される時刻（
ｔ６）との間で生じる通知を見出すためには、ＣＰＢ追
跡検査が必要である。

時刻ｔ４において、オブジェクト作成機能は最初に有効
なＣＰＢについて検査し、それを見つける。

時刻ｔ６において、プログラム１はオブジェクトＡ（ダ
ウンレベルである）に関するＯＡＢを作成する。時刻ｔ
７において、オブジェクト作成機能はオブジェクトＡに
ついて有効なＣＰＢがまだあるかどうかを追跡検査する
。これは時刻ｔ５で無効にされているので、オブジェク
ト作成機能はダウンレベル・オブジェクト及びＣＰＢ＠
ＶＬＦから削除する。

もしオブジェクトの更新が時刻ｔ６以降で生じると、通
知機能がそのオブジェクトに関するＯＡＢを無効にする
。このように、ＣＰＢの先行検査及び追跡検査の両方を
実行することにより、オブジェクト更新があった場合に
ダウンレベル・オブジェクトが確実に除去される。

ダウンレベル・オブジェクトが短時間であるにせよ存在
し得ることは事実であるが、検索オペレーションはオブ
ジェクト更新プロセスに対して非同期であり、どの時点
のオブジェクトが得られるかは確定できないので、ダウ
ンレベル・オブジェクトの存在の可能性は問題にならな
い。オブジェクト更新プロセスと非同期に行われるソー
ス・オブジェクトの直接読取りについても同じことが言
える。

Ｅ０発明の効果 本発明によれば、オブジェクトを見つけるためのメジヤ
名探索順序がユーザ別に定義され（ユーザ・ブロック３
６．３０３）、探索の結果見つかったオブジェクトの当
該ユーザに対する適合性が直ぐにわかるので（存在テー
ブル３０１　）、複数のユーザによるオブジェクトの作
成、検索及び削除を平行して行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、ＶＬＦユーザ・プログラム、ＤＡＳＤ上のソ
ース・データ、並びに関連するアドレス空間及びデータ
空間の間の関係を示すブロック図、第２図はオブジェク
トの名前骨は構造を示すブロック図、 第３図は、ユーザ・プログラム、ＶＬＦアドレス空間、
ＶＬＦ制御（ディレクトリ）データ空間及びＶＬＦオブ
ジェクト・データ空間の内容及びそれらの関係を示すブ
ロック図、 第４図はオブジェクト無効化情報を示すブロック図、 第５図は回復手順の例を示す図、 第６図はトリム・テーブルを示す図、 第７図及び第８図は同期機構の例を示す図、第９Ａ図は
ＭＶＳ／ＸＡアドレス空間を示す図、第９Ｂ図はＭＶＳ
データ空間を示す図、第１０図はセグメントからページ
・テーブル（ＰＴ）へのマツピングを示すブロック図、
第１１図はアドレス空間で実行中のプログラムが２つの
データ空間を使用する様子を示すブロック図、 第１２図はＳＴＤ選択及びＤＡＴの関係を示すブロック
図、 第１３図はアクセス・レジスタ変換（ＡＲＴ）プロセス
の例を示すブロック図。 メジヤ名 ベ　　　　　　　　　　　　　　　Ｋ　　　　　　　　
区部　　　　　　　　　　　　　　　　　偽　　　　　
　　　　ｔトリム・テーブル 第６図 第９Ａ図 第１０図 第１１図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）クラス名、メジヤ名及びマイナ名を含む木構造の
   名前付け方式によつて識別されるデータ・オブジェクト
   を有するデータ処理システムにおいて、前記データ・オ
   ブジェクトを記憶できる仮想記憶キャッシュと、 マイナ名を特定して所望のデータ・オブジェクトを見つ
   けるためにメジヤ名の探索順序をユーザ別に定義する手
   段と、 探索の結果見つかつたデータ・オブジェクトを前記仮想
   記憶キャッシュから取出して使用できるかどうかを決定
   する手段と、 を具備してなる仮想索引機構。
2. （２）クラス名、メジヤ名及びマイナ名を含む木構造の
   名前付け方式によつて識別されるデータ・オブジェクト
   を有するデータ処理システムにおいて、特定のマイナ名
   について探索する場合のメジヤ名の探索順序を定め、 前記探索順序をユーザと関連づけ、 データ・オブジェクトのコピーを仮想記憶に置き、 指定されたマイナ名が前記探索順序における前の方のメ
   ジヤ名に存在していないと認められるかどうかを示す存
   在情報を存在テーブルに置き、前記存在情報を用いて、
   要求されたデータ・オブジェクトを前記仮想記憶から供
   給できるかどうかを決定する、 ことを特徴とする仮想索引機構における名前付きデータ
   ・オブジェクト管理方法。
3. （３）データの各クラスを互いに分離し、 特定のクラスを削除し、 新レいトランザクションのために前記特定のクラスを再
   構成し、 潜在トランザクションが前記再構成されたクラスをアク
   セスできないようにする、 ことを特徴とする仮想記憶データ回復方法。