JPH031697B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

以下の順序で本発明を説明する。 Ａ 産業上の利用分野 Ｂ 従来の技術 Ｃ 発明が解決しようとする問題点 Ｄ 問題点を解釈するための手段 Ｅ 実施例 E1 相互接続された階層記憶管理プログラム
IHSM（第１Ａ図） E2 IHSMの理論配列 E3 作業の流れ E4 記憶空間もしくは定義域（第１Ｂ図） E5 集中的要求へのサービス E6 待ち行列データ・セツトQDS（第２Ａ，Ｂ
図） E7 管理作業要素MWE E8 交互介在非同期待ち行列 E9 管理作業要素の待ち行列化 E10 初期設定処理（第３，４，５図） E10−１ 作業ノード−初期設定（第６，７
図） E10−２ 記憶ノード−初期設定（第８，９
図） E11 作業ノード−管理作業要素検索（第１
０，１１図） E12 作業ノード−管理作業要素完成（第１
２，１３図） E13 記憶ノード−予定作業の検索（第１４，
１５図） E14 記憶ノード−管理作業要素の完成（第１
６，１７図） Ｆ 発明の効果 Ａ 産業上の利用分野 本発明はデータ処理環境におけるデータ記憶空
間の機械管理に関する。 Ｂ 従来技術 この分野の参考文献として次のものがある。 (1) 特開昭60−147855号公報 (2) IBM刊行物：GH35−0007−６「OS／VS2多
重仮想記憶装置階層記憶管理プログラム：一般
情報」（“OS／VS2 MVSHierarchical
Storage Manager：General Information”）
プログラム番号5740−XRB、1980 (3) IBM刊行物：SH−0023−１「OS／VS2多重
仮想記憶装置階層記憶管理プログラム・システ
ムのプログラマの参考及び作業案内」（“OS／
VS2 MVS Hierarchical Storage Manager
System Programmer's Reference and
Operations Guide”）プログラム番号5740−
XRB、1978 (4) IBM刊行物：SH−0024−１「OS／VS2多重
仮想記憶装置階層記憶プログラム：ユーザ案
内」（“OS／VS2 MVSHierarchical Storage
Manager：User's Guide”）1978 さて、複雑なデータ処理設備ではホスト・プロ
セツサは一般に比較的多数の周辺データ記憶装置
を有し、ホスト・プロセツサの動作に関連して使
用するデータを記憶している。データ記憶装置の
使用効率を増大するために、種々レベルの優先順
位がこれらの周辺記憶装置に割振られている。一
群の高パフオーマンス・データ記憶装置は１次メ
モリと呼ばれ、ホスト・プロセツサによつて、計
算機のユーザ及びオペレーテイング・システムが
最もしばしばアクセスするデータを記憶するのに
使用されている。この様な１次メモリは高パフオ
ーマンスで高価である。データ記憶装置の第２の
群は２次メモリと呼ばれ、低い優先順位のデータ
を、この様なデータが１次メモリに昇格される
か、より低いメモリ階層のレベルにマイグレート
（移送）する迄保持している。 マイグレートという用語は相対的に高速アクセ
ス高コスト周辺データ記憶装置から低速アクセス
低コスト周辺データ記憶装置へのデータの移動を
意味する。マイグレートされるデータは使用頻度
が低く、従つて１バイト当りの記憶コストが低
い、低パフオーマンス・データ記憶装置にデモー
ト（降格）されるデータである。逆の動作「リコ
ール」では、ホスト・プロセツサによつて処理さ
れるためにデータはアクセスされた時に高パフオ
ーマンスの高コスト装置に移動される。そのよう
なリコールはまた、「データ・プロモーシヨン」
としても知られている。マイグレート及びリコー
ルは遂行されるタスクに関連してデータ記憶空間
の利用を最適化するためにホスト計算機システム
によつて遂行される２つの機能である。この様な
最適化は記憶したデータを組織化するために周辺
データ記憶装置の管理を必要とする。 データはマイグレートされる時、再フオーマツ
ト化され、圧縮されてマイグレーシヨン・データ
記憶装置の空間に保持される。このマイグレーシ
ヨンは又マイグレートされたデータ・セツトの断
片化を解消する。データがリコールされる時、デ
ータはその非圧縮形に復元される。 「バツクアツプ」及び「復元」はデータ処理装
置で遂行される２つの追加的な機能である。１つ
の記憶媒体中に存在するデータはシステムの故障
もしくはユーザによる論理的誤りの場合の支援と
して第２の、より安価な記憶媒体にしばしばコピ
ーされる。代表的には、この様なバツクアツプ媒
体は安全な場所に保管される磁気テープである。
システムのデータ記憶装置上に記憶したデータを
破壊するシステムの故障もしくはユーザによる論
理誤りが生じた場合は、バツクアツプ・テープを
「復元」処理中に記憶装置に再ロードする。バツ
クアツプ動作のためには他の媒体も適宜使用され
る。 大きなデータ処理装置では一般に「アクセス方
法」として知られた形のシステム・ソフトウエア
を使用して、ホスト・プロセツサによつて実行さ
れるタスクによる周辺データ記憶装置へのアクサ
スを制御している。代表的な場合（IBMによる
仮想順次アクセス管理プログラム−Virtual
Sequential Access Manager by IBM
Corporation−VSAM）の場合には「ユーザ
（User）」として知られた各タスクは周辺データ
記憶装置に記憶するために或る領域が割振られ
る。この様な記憶領域の割振りと割振り解消の副
作用が断片化である。データの断片化は「アクセ
ス方法」によつて記憶空間が多数回にわたつて順
次割振られ、割振りが解消された結果として、デ
ータの多くの小さな断片が記憶装置上に分散した
時に生ずる。 データ・セツトの断片化が生じた時、データは
記憶されるが、多数の未使用の記憶空間が残り、
その多くは比較的小さい。この結果、データ・セ
ツトへのアクセスが非効率的になり、ホスト・プ
ロセツサのデータ記憶のための周辺記憶ロケーシ
ヨンの割振り力が減少する。それは利用可能な空
間が小さすぎてデータが記憶出来ないからであ
る。従つて、断片化は利用可能な空間を減少する
ので周辺データ記憶空間の効率を減少し、記憶し
たデータへのアクセス時間を増大する。データ・
セツトの断片化はアクセス時間を増大し、所与の
データ記憶装置上の空間の使用が非効率的になる
だけでなく、装置が磁気デイスクである場合に
は、「ヘツド・スラツシング」（読取り／書込みヘ
ツドの速い振動）を生ずる。 従つて任意の周辺データ記憶装置の管理の重要
な機能の中には装置に記憶したデータ・セツトの
断片化したものを定期的に解消して、データ・セ
ツトの多くの小領域を連続した比較的大きな記憶
領域に結合して、全体のシステムの効率を改善す
る事が含まれる。 前述の文献中に説明があるプログラム「階層記
憶管理プログラム（Hierarchical Storage
Manager（HSM））」がホスト・プロセツサの上
述の機能を遂行する。HSMはデータ処理設備の
オペレータが指示した階層に従つて種々の周辺デ
ータ記憶装置を管理するため、ホスト・プロセツ
サで連続的に実行するプログラムである。例えば
HSMは種々の直接アクセス記憶装置、IBM3850
大容量記憶装置の様な大要量記憶装置及び磁気テ
ープ・データ記録機中のデータ記憶空間を管理す
る。 HSMには、種々のレベルの周辺データ記憶空
間が与えられている。１次記憶装置と呼ばれる１
組のデータ記憶装置はホスト・プロセツサで実行
する種々のアプリケーシヨン・プログラムが必要
なデータをアクセスするデータ記憶空間である。
HSMプログラムは移送と昇格によつて１次デー
タ記憶空間の使用を最適化する。HSMでは、い
くつかの制御データ・セツトがホスト・プロセツ
サによつて使用される。多重プロセツサ設備で
は、この様な制御データ・セツトは種々の周辺デ
ータ記憶装置の管理のため、及び種々の周辺デー
タ記憶装置に関するホスト・プロセツサの動作を
調整するための制御機能を直列化する。 HSMプログラム中の複数の「ユーザ出口」は
HSMによるホスト計算機の動作を容易にし、そ
の機能を有効に管理する。さらに、これ等のユー
ザ出口はHSM内のロケーシヨンであり、これら
のロケーシヨンから外部システム・ソフトウエア
がアクセス出来る。さらに一群のデータ記憶装置
がHSMの制御の外部に存在し、従つてこれらの
記憶装置はHSMでは自動的に管理もしくは制御
されない。この様なデータ記憶装置はVSAMの
様な従来のアクセス技術によつてアクセスされ続
け、HSMの自動的動作によつては影響を受けな
い。しかしながらオペレータの制御の下では、
HSMはこれ等の装置を介して有効な制御を与え
れられ、他の周辺データ記憶装置と同様にユー
ザ・データの記憶を管理出来る。 HSMは同様に多重プロセツサ複合システムの
周辺データ記憶装置を制御する能力をもち、多重
ホスト環境のホスト・プロセツサの１つもしくは
２以上と同時に及び独立してデータ記憶ボリユー
ムの管理プログラムを実行出来る。このHSM環
境の下で、実行される管理機能の調整のために、
共通のデータ・セツトがホスト・プロセツサによ
り共有されていた。しかしながら、これらの制御
機能はHSMの標準の単一プロセツサの実行に追
加されたものであつた。 複数の周辺データ記憶装置を同時に重なり合つ
てアクセス出来る数台のホスト・プロセツサの動
作を調整するためにHSMが生成し保持する共通
のデータ・セツトは「制御データ・セツト」であ
つた。制御データ・セツトは多重プロセツサ複合
システムのすべてのホスト・プロセツサによつて
共通にアクセス可能な周辺データ記憶装置に存在
していた。そして、データ記憶ボリユームを求め
てホスト・プロセツサ間に競合がある時は、この
競合はロツク・アウトされたホスト・プロセツサ
に別のボリウムを選択させる事によつて解決され
る。或るホスト・プロセツサのリコール・タスク
が、現在他のホスト・プロセツサの他のマイグレ
ーシヨン・タスクが使用しているマイグレーシヨ
ン・ポリユームを必要とする時は、そのリコール
を求めているホスト・プロセツサは他のホスト・
プロセツサに対してそのボリユームを求めてリコ
ール・タスクが待つている事を通知する。する
と、このボリユームに対してアクセス権を持つて
いたホスト・プロセツサのマイグレーシヨン・タ
スクは、リコール・タスクにこのボリユームを解
放し、他のターゲツトのマイグレーシヨン・ボリ
ユームを選択してマイグレーシヨン動作を続け
る。多重プロセツサ環境ではHSMの多くのコピ
ーが複合システム中のプロセツサの各々で同時に
非同期的に実行されている。この制御過程には本
来的な（inherent）調整はなく、制御される周辺
データ記憶装置の本来的な一致はない。従つて、
HSMプログラムの実行コピーの各々を並列的に
設置によつてしか、定義域をオーバラツプさせる
事ができない。 この様な並列処理システムがHSMの多重同時
実行の際の競合を避ける事を保証するために、複
合システム内のHSMのすべてのコピーはすべて
のプロセツサに共通なアクセス可能な制御デー
タ・セツトを使用する様に指示されていた。デー
タ・セツトのレベルで、このデータ・セツトはい
くつかのHSMプログラムの任意の１つによる更
新アクセス中にロツクされ、従つて多重プロセツ
サ複合システムで実行されるHSMのすべてのコ
ピーの間に調整的リンクが形成された。 従つて共通の制御データ・セツトを使用する結
果としてすべてのHSMの処理は動作を行うため
にデータ・セツトの制御が終るのを待つ必要があ
る。なぜなら、多重プロセツサ複合システム中で
実行中のHSMのコピーの任意の１つによる更新
アクセス中に、すべての他のコピーはそのデー
タ・セツトへのアクセスを待機しなければならな
いからである。この制御データ・セツトへのアク
セスの直列化は多重マルチプレクサ環境中の
HSMの動作に遅延を生ずるが、従来はシステム
内の個別のHSMプログラムの活動を調整する必
要があつたために、このことは不可避であつた。
さらにHSM下の多重プロセツサの動作は、常時
全マルチプレクサ複合システムにとつて真に大域
的な周辺データ記憶装置を有していなかつた。１
つのホスト・プロセツサに独占的に利用可能なボ
リユーム上のデータは、そのデータを他のボリユ
ームに移動させる事によらないでは他のホスト・
プロセツサによつて利用可能とはならなかつた。
或る場合には、この方法は非効率的であつた。 従来技術において複数のホスト・プロセツサで
実行される多重非同期処理を制御及び調整するた
めの尽力がなされている。通常、この様な尽力は
種々の処理間の優先順位を有する或る種の実行順
序指定、もしくはデータ記憶装置にアクセスを求
める複数の処理の動作間の衝突の検出もしくは回
避に関与している。 米国特許第4118771号は工作機械の制御のため
の数値制御システムを開示している。この特許で
は２つのプロセツサが同時に非同期的に動作して
共に機械の或る部品を位置決めし、工具の作業を
制御している。これ等の活動は案内され、それら
のプロセツサは共通の信号バスを介して相互接続
されている。２つのプロセツサは共通のランダ
ム・アクセス・メモリだけでなく、キーボード、
表示装置及びテープ駆動装置の様な周辺装置を共
有している。 米国特許第4413318号は多重プロセス機械の処
理を一義的に固定するノードを使用する技術を開
示している。この特許の多重プロセツサ環境で
は、任意のプロセツサはタスクを全システムのノ
ードもしくはサブノードに割当て、他のプロセツ
サとデータ・バスを介して通信している。この特
許のステムでは各プロセツサ（１次ノード）は１
つもしくは複数のサブノードドを有し、サブノー
ドの各々は１つのもしくは複数個の処理（タス
ク）を含む。ノードはすべての１次ノードによつ
てアクセス可能なシステム・メモリの記憶されて
いるノード・アドレス表を参照してアドレスされ
る。ノード・アドレス表はサブノード内の各処理
のための複数の処理アドレス表より成り、その関
連処理へのアクセスを制御するロツク制御ブロツ
クと結合されている。 米国特許第4445197号は「送信権要求解決」
（bid resolution）による複数の同時的非同期的
競合の解決方法を開示している。このシステムで
は、計算システム中の特定の共有リソースにアク
セスする必要のある処理は送信権要求と似た信号
を共通の送信権要求解決回路に向けて発生してい
る。発生した処理は送信権要求解決回路を待つ。
この回路は送信権要求に肯定応答を与え所定のプ
ロセツサが所望のリソースにアクセス出来る様に
する。 最後に、多重プロセツサのデータ処理環境で
種々のシステムが補助的ジヨブ管理、データ管
理、並びにジヨブの流れの制御、タスクの発注及
びスプーリング等のタスク管理機能に使用されて
いる。これらのシステムの中にはHASP、
HASPII、JES2及びJES3があり、すべてIBMプ
ロセツサと共に働いて補助システム管理機能を果
している。 ここで、以下で使用される用語を説明しておこ
う。 自動バツクアツプ：HSMにおいて、１次ボリ
ウムもしくは移送ボリユームから、指定されたバ
ツクアツプ・サイクル中にバツクアツプ・ポリユ
ームへの適切なデータ・セツトを自動的にコピー
する処理。 自動マイグレーシヨン：HSMでシステムの決
定により１次ボリユームから移送レベル１ボリユ
ームへ、もしくは移送レベル１ボリユームから移
送レベル２ボリユームへ適格なデータ・セツトを
自動的に移動する処理。 ツクアツプ：HSMにおいて、１次ボリユーム、
レベル１ボリユームもしくは、HSMによつて管
理されないボリユームに存在するデータ・セツト
をバツクアツプ・ボリユームにコピーする処理。 バツクアツプ制御データセツト：一種の
VSAM（仮想記憶アクセス方式）において、デー
タ・セツトのバツクアツプ版、バツクアツプ・ボ
リユーム及びHSMのバツクアツプ機能の制御の
下にあるボリユームに関する情報を含むキイ順デ
ータ・セツト。 バツクアツプ・ボリユーム：データ・セツトの
バツクアツプ版が書込まれるHSMが所有するボ
リユーム。 DASD（直接アクセス記憶装置）：アクセス時間
がデータの位置に依存しない効率的な記憶装置。 データ・セツト削除：HSMで、指定した日数
の間参照されなかつた期限切れのデータ・セツト
を削除する空間管理技術。 データ・セツト回収：HSMで指定した日数の
間参照されないデータ・セツトを削除するが、バ
ツクアツプ版は保持する空間管理技術。 レベル０ボリユーム：１次ボリユーム即ち
HSMによつて管理されないユーザ・ボリユーム。 レベル１ボリユーム：：レベル０のボリユーム
から移送されるデータ・セツトを含む、HSMに
よつて管理されるボリユーム。 レベル２ボリユーム：レベル０もしくはレベル
１ボリユームからマイグレートされるデータ・セ
ツトを含む、HSMの制御下にあるボリユーム。 管理空間：記憶ノード及び１乃至複数のノード
に共通にアクセス可能であり、そこからHSMが
データ・セツトを移送し、バツクアツプし、そこ
へHSMがデータ・セツトを昇格（リコール）及
び復元させる一組のボリユーム上の記憶空間。 マイグレーシヨン（移行）：１次ボリユームか
らマイグレーシヨンレベル１もしくはマイグレー
シヨン・レベル２ボリユームへ、移送レベル１ボ
リユームからマイグレーシヨン・レベル２ボリユ
ームへ、もしくはHSMによつて管理されていな
いボリユームから移送レベル１もしくは移送レベ
ル２ボリユームへカタログ式データ・セツトを移
動させる処理。 マイグレーシヨン制御セツト：統計レコード、
制御レコード、ユーザ・レコード、マイグレート
されたデータ・セツトのためのレコード及び
HSMのマイグレーシヨン制御の下にあるボリユ
ームのためのレコードを含むVSAMキー順デー
タ・セツト。 移送ボリユーム：マイグレートされたデータ・
セツトを含むHSM管理ボリユーム。 MSS：IBM社製の3850大容量記憶システム。 非HSM管理ボリユーム：ユーザが直接アクセ
スされるデータ・セツトを含む、HSMに対して
定義されていないボリユーム。 オフライン制御データ・セツト。HSMで、テ
ープ・バツクアツプ・ボリユームに関する情報を
含むVSAMキー順データ・セツト。 所有空間：HSMが移送データ・セツト及びバ
ツクアツプ版を割振る事が出来るが、ユーザ・ジ
ヨブは割振る事が出来ない一組のボリユーム上の
記憶空間。 １次ボリユーム：ユーザが直接アクセス可能で
あるデータ・セツトを含む、HSMによつて管理
されるボリユーム。 昇格（リコール）：マイグレートされたデー
タ・セツトをレベル１もしくはレベル２からレベ
ル０ボリユームへ移動させる処理。 復元：HSMでバツクアツプ・ボリユームから
データ・セツトのバツクアツプ版を指定したボリ
ユームへもしくはバツクアツプ版を発生したボリ
ユームにコピーする指令処理。 記憶階層：データを記憶させるためのコスト記
憶出来るデータの量そしてデータをアクセスする
速度が異なる、HSMが管理する記憶装置。 用語については、さらにIBM社の刊行物：
GC20−1699−６−「データ処理、遠隔通信及びオ
フイス・システムのための用語集」1981年版
（“Vocabulary for Data Processing，
Telecommunications，and Office System”，
1981）を参照されたい。 Ｃ 発明が解決しようとする問題点 本発明の目的は、多重プロセツサ計算機システ
ムに関連する複数の大容量記憶ボリユームを管理
するシステム及び方法を提供することにある。 Ｄ 問題点を解決するための手段 本発明によれば、データ記憶ボリユームの共用
性が多重プロセツサ・システム中のプロセツサの
１つを記憶ノードとして指定し、残りのプロセツ
サを、作業ノードに指定する事によつて強化す
る。作業ノードがそのホスト・プロセツサ内で実
行している処理から発生したサービス要求を認識
し、記憶ノードがそのサービスを遂行する。 認識されたサービス要求は、作業ノードによつ
て共通にアクセス可能な記憶媒体に転送される。
記憶ノードは共通にアクセス可能な記憶媒体から
サービス要求を検索し、要求されたサービスを遂
行する。要求されたサービスが遂行されると、記
憶ノードは完成の通知を作業ノードに転送する。
従つて、作業ノード及び記憶ノード間のすべての
通信は共通にアクセス可能な記憶媒体を介して進
行する。 本発明に従えば、データ記憶空間は１）１次の
データ記憶ボリユームから２次のデータ記憶ボリ
ユームへのデータの降格即ちマイグレーシヨン、
２）この様な２次データ記憶ボリユームからの昇
格即ちリコール３）１次もしくは２次ボリユーム
からのデータのバツクアツプ及び４）バツクアツ
プ・ボリユームから１次及び２次記憶ボリユーム
へのデータ復元を含む自動的及び明示的指令によ
つて管理される。 Ｅ 実施例 図面において、同一番号は同一部品及び構造上
の特徴を示す。本発明は種々の型及び能力を有す
る比較的多数の周辺データ記憶装置を有する多重
ホスト・プロセツサ・データ処理環境で実施され
るものとして説明されるが、本発明は少数の周辺
データ記憶装置を有する単一のホスト・プロセツ
サ環境でも同じ様に実施出来る。本発明の説明は
部分的に上述の参考文献に基づく。これ等の文献
は本発明と共に使用する時に有利に働く多くのリ
コール・マイグレーシヨン及び他のデータ記憶管
理機能を与える現在のプログラムを説明してい
る。 E1 相互接続された階造記憶管理プログラム
IHSM 階層記憶管理プログラム（HSM）は上述の様
にホスト・プロセツサで連続して実行され、デー
タ処理システムのオペレータによつて、指定出来
る階層に従つて種々の周辺データ記憶装置を管理
する。HSMでは多重プロセツサ・システム中の
各プロセツサは移送されたデータ・セツト及びバ
ツクアツプ・データ・セツトを含む周辺データ記
憶装置にアクセスする。本発明に従う相互接続階
層記憶管理プログラム（IHSM）においては、第
１図に示したようなマイグレートされたデータ・
セツト及びバツクアツプ・データ・セツトを含む
すべての周辺データ記憶装置の管理する制御がシ
ステムの１つのノードに集中し、このノードとシ
ステム中の残りのノードの各々間のすべての通信
が単一の記憶媒体100を介して行われる。これ等
の周辺データ記憶装置を制御するノードは従来の
HSMプロトコールを使用して制御を行う。従つ
てIHSMは従来のHSMシステムと多重プロセツ
サ・システムのすべての従来のHSM機能をシス
テム中の単一ノードによつて遂行出来る様にし
た、HSMより上位の制御層との組合せであると
考える事が出来る。 IHSMは第１Ａ図の多重プロセツサ・システム
１５の様な多重プロセツサ複合システム中で動作
する。多重プロセツサ・システム１５は４つの中
央処理ユニツト、CPU２００，CPU２１０，
CPU２２０及びCPU２３０（夫々CPUA、Ｂ、
Ｃ及びＤ）より成る。さらに、システム１５は
DASD１１０、DASD１２０，DASD１３０，
DASD１４０及びDASD１５０で示した１次ボリ
ユーム並びに移送空間の２次ボリユーム１６０，
１７０，１７５並びにバツクアツプ空間６６中の
複数のバツクアツプ・ボリユームを含む。バツク
アツプ・ボリユームは取外し可能な非発揮性ボリ
ユームとして定義される。空間６０，６３、及び
６６については後に説明する。１次ボリユームは
直接アクセスが可能で、最高の速度を有し、通常
記憶単位当りのコストが最高であるボリユームで
ある。２次ボリユームは通常１次ボリユームより
も遅速で位価である。 CPU２００，２１０，２２０，２３０は種々
の方法で複数の直接アクセス記憶装置（DASD）
を相互接続し、連絡する。例えば、システム１５
中ではCPU２００は３つの１次DASD：DASD
１００、DASD１１０、DASD１２０と連絡す
る。同じく、CPU２１０は４つのDASD：
DASD１００、DASD１２０、DASD１３０及び
DASD１４０と接続している。CRU２２０は唯
２つの１次DASD：DASD１００及びDASD１４
０と接続している。最後に、CPU２３０は２つ
の１次DASD：DASD１００及びDASD１５０並
びに多数の２次ボリユームと接続している。２次
ボリユームの一部はDASDで、一部は大容量記憶
システム（MSS）、テープもしくは類似の装置で
ある。DASD／MSS１６０はCPU２３０と接続
した２次ボリユームの例である。 システム１５において、CPU及びDASD間の
接続の相互関係は或る共有記憶の関係を生ずる。
CPU２００はCPU２３０と１次DASD１１０を
共用する。従つて１次DASD１１０に存在する情
報は（同時ではないが）CPU２００及びCPU２
３０によつてアクセス可能である。同じ様に、
DASD１２０はCPU２２０及びCPU２１０で共
用される。１次DASD１４０はCPU２００及び
CPU２１０で共用され、１次DASD１００すべ
てのCPU：CPU２００、２１０、２０，２３０
によつて共用される。１次DASD１３０はCPU
２１０によつて独占的にアクセスされ、DASD１
５０はCPU２３０によつて独占的にアクセスさ
れる。 CPUとその関連直接アクセス記憶装置との関
係のために、システムの共用要素が、システム１
５内のすべてCPUの間で情報を伝送し得る。こ
の共用要素は１次DASD１００に存在し、すべて
のCPUがアクセス可能な待ち行列データ・セツ
ト（QDS）１０である。待ち行列データ・セツ
ト１０は多重プロセツサ・システム１５中のすべ
てのプロセツサによつて種々の時間に、書込みも
しくは読取りがなされる。１次DASD１００中の
QDS１０以外の、システム１５内のDASDはす
べてのCPUにとつてアクセス可能ではなく、従
つて他のDASDのどれも汎用通信媒体として働か
ない。 CPU２３０も１次DASD１５０に独占的にア
クセス出来る。IHSMが種々の制御データ・セツ
トを組立てて、保持するのはこのDASD１５０で
ある。さらにCPU２３０だけがHSM所有空間６
０中のDASDもしくは大容量記憶装置の２次ボリ
ユーム（2⁰VOLS）１６０、２次テープ・ボリユ
ーム１７５及び他のDASDもしくは大容量記憶装
置の２次ボリユーム１７０を含む種々の他の記憶
装置にアクセス出来、これを制御出来る。さら
に、テープ１８５、バツクアツプDADS／MSS
１８０、スピル（こぼれ）ボリユーム及びスピ
ル・バツクアツプDASD／MSS１９０の様なす
べてバツクアツプ・スペース６６中にある記憶装
置がCPU２３０によつて一意的にアクセスされ、
制御出来る。従つてCPU２３０は情報のマイグ
レーシヨン・バツクアツプ、復元及びリコールの
ための広範囲なリソースを有する。 説明を容易にするために、CPU２００，２１
０，２２０及び２３０は単一のプロセツサとして
単一のプログラムを実行する個別の物理的プロセ
ツサであり、仮想オペレーテイング・システムの
下で稼動しないもしくは任意の仮想装置をシユミ
レートしないものとする。しかしながら、他の実
施例では仮想装置としての動作も使用する。単一
の物理的CPUはIBMのVM３７０の様なオペレ
ーテイング・アーキテクチユアの制御を受けるい
くつかの仮想計算機能を含んでいる。従つて、例
えばシステム１５中のCPU２００及びCPU２３
０は同じ物理的CPU内で動作する事が出来る。 同様に、システム１５内のDASD、例えば
DASD１１０，１２０，１３０，１４０及び１５
０は物理的に個別の装置として考える。しかしな
がら、単一の物理的装置上には複数の空間がある
ものと定義出来る。例えば、DASD１１０及び１
２０は単一の直接アクセス記憶装置内の２つの個
別の区画と考える事が出来る。 E2 IHSMの論理配列 多重プロセツサ・システム１５中のCPU２０
０，２１０，２２０，２３０の相互関係とその
種々の記憶装置へのアクセス可能性及び制御可能
性のために、或る論理空間がIHSMの制御の下に
効果的に発生される、HSMが所有する空間６０
はさらに２つの空間、マイグレーシヨン空間６３
及びバツクアツプ空間６６に分割される。空間６
３，６６は或る論理記憶装置を含む論理定義域で
ある。論理定義域は或る物理的装置の延存部でよ
いが、かならずしもそうである必要はない。 システム１５でCPU２３０はHSM所有空間６
０を排他的にアクセスし制御する。従つてCPU
２３０は記憶ノードとして指定される。残りの
CPU２００，２１０，２２０が作業ノードとし
て指定される。IHSMはシステム１５中のすべて
のCPU上で同時に走行し、各CPU内で記憶ノー
ド機能として走行するか（例えばCPU２３０
内）、作業ノード機能として走行するか（例えば
CPU２００，２１０もしくは２２０）が指定さ
れる。 IHSMの実行によつて定義される第２の空間は
HSMによつて管理される空間５０である。HSM
が管理する空間５０は１次DASD１００及び１次
DASD１１０を含む。HSMは空間５０をデー
タ・セツトの制御及び配置換えに使用する。
HSM管理空間５０内に存在するデータ・セツト
はIHSMの制御によつてHSM所有空間６０へ転
送出来、空間５０には空間６０からデータ・セツ
トが転送出来る。HSM所有空間６０にもHSM管
理空間５０内にも存有しないDASD（例えば
DASD１２０，１３０，１４０）は非HSM空間
もしくは非HSM装置と呼ばれ、この様なDASD
は自動的にはIHSMによつて制御されず、アクセ
スされない。 データ・セツトはHSM管理空間５０もしくは
非HSM空間にアクセス出来るCPU２００，２１
０，２２０の制御によつて１つの空間から他の空
間に転送出来る。これによつてHSM所有空間６
０もしくはHSM管理空間５０内に存在しないデ
ータ・セツトの制御が可能になる。空間５０，６
０はHSM空間と呼ばれる。それは本発明の
IHSMはこれ等を、HSMがこれ等を定義するの
と同様に定義するからである。 CPU２３０即ち記憶ノード２３０はこれだけ
が一意的にアククセス出来る、制御データ・セツ
トの保持のための装置を有する。上述のように、
この装置はDASD１５０である。制御データ・セ
ツトはIHSMがその活動の記録を保持するのを助
けるデイレクトリの働きを有する。これ等のデイ
レクトリは１次DASD１５０中に、移送制御デー
タ・セツト（MCDS）、バツクアツプ制御デー
タ・セツト（BCDS）及びオフライン制御デー
タ・セツト（OCDS）として示されている。
MCDS、BCDS及びOCDSはCPU２３０及びその
IHSMの実行のためにIHSMによつて管理される
種々のデータ・セツトの位置に関する情報を与え
る。 E3 作業の流れ 多重プロセツサ・システム１５内でHSM管理
空間５０内のDASD１００によつて構成される記
憶媒体は１つのCPUから他のCPUへデータを通
信するための唯一の許可経路である。特に、
DASD１００上の待ち行列データ・セツト１０は
作業ノードで実行が指定されたIHSMプログラム
の実行から記憶ノード中で実行が指定された
IHSMプログラムの実行への唯一の通信経路を与
える。システム１５中の記憶ノードで実行が指定
されたIHSMプログラムの実行は上述の如く
CPU２３０での実行である。 QDS１０によつて伝えられる情報はIHSMの
記憶ノードの実行によつて操作を受ける記憶管理
機能もしくはサービス要求である。これ等の記憶
管理機能もしくはサービス要求はCPU２００，
２１０，２２０及び２３０内で発生し、QDS１
０を通つて排他的にCPU２３０中で動作してい
る記憶ノードに流れる。この情報は管理作業要素
と呼ばれる通信データ・パケツトの形で伝えられ
る。 複数のCPUの各々中で発生してQDS１０に転
送されたサービス要求はCPU２３０中のIHSM
の記憶ノードの実行によつて読取られる。CPU
２３０中で記憶ノードとして働いているIHSMは
要求されたサービスを検索して実行する。要求さ
れたサービスを実行した後に記憶ノードはサービ
ス完成の通知をQDS１０に送り戻す。IHSMの
他の実行として、サービス要求を発生した作業ノ
ードはこの通知を検索してこれを発生したCPU
内の発生タスクに渡し、この通知ループを完了す
る。 従つて作業の流れは或るデータ・セツトを処理
しなければならない事を作業ノードが認識する事
によつて始まる。例えば前にマイグレートしたデ
ータ・セツトに対するアクセスを要求するCPU
２００で動作しているユーザのプログラムは
CPU２００内で動作しているIHSMにそのデー
タ・セツトを必要としている事を通知する。
CPU２００内で動作しているIHSMはこのサー
ビス要求を認識して、このサービス要求を記憶媒
体１００上のQDS１０に転送する。 非同期的ではあるが、CPU２３０中で動作し
ているIHSMの動作の記憶ノード機能はCPU２
００によつてQDS１０上に並んでいるサービス
要求を検索し、この要求に応じてこのデータ・セ
ツトを適切な位置にリコールし、サービス要求の
完成を通知する。データ・セツトの要求及びリコ
ールが実行された後はCPU２００内で作業ノー
ドとして動作しているIHSMはQDS１０から通
知を検索して、CPU２００内で動作しているユ
ーザ・プログラムにデータ・セツトがリコールさ
れた事を知らせる。要求したデータ・セツトを必
要としていたユーザ・プログラムが次のその処理
を続ける。 IHSM内のデータの流れはユーザ・プログラム
によつて要求出来もしくはIHSM内部でもスケジ
ユールする事が出来る。例えばシステムを走らせ
るIHSMは毎日の特定の時間にもしくは所定のデ
ータ・セツトに対して最後のテクセスがなされも
しくは操作が加えられてから特定の時間が経過し
た後に、バツクアツプもしくは復元機能を遂行す
る事が出来る。この様な機能の要求も記憶ノード
での処理では差別されない。この様な要求は
QDS１０に送られ、CPU２３０上の記憶ノード
実行によつて検索される。これ等のサービスは適
切ならば実行され通知が送られる。 いくつかのプロセツサ内で非同期的に発生した
作業の流れは従つて単一の点、QDS１０に向つ
て集中的に送られ、QDS１０から記憶ノード２
３０に送られ、ここで処理される。この様にして
サービス要求の認識及び転送は集中化され、或る
装置への多重アクセスによつて多重ノードによる
努力の重複が除去される。CPU２３０はHSM所
有空間６０を排他的にアクセスし、制御する。空
間６０にはすべての２次ボリユームが存在する。
従つてHSM所有空間６０に導入され、もしくは
空間６０から出るすべての情報はCPU２３０に
よつて制御される。しかしながらHSM管理空間
５０はDASD１００，１１０の様な多重アクセス
装置を有し、これによつてCPU間の相互作用間
に種々のレベル及びデータ記憶装置の効率に種々
のレベルを与えている。 CPU２３０が遂行出来るサービス機能は(i)高
コストもしくは高性能装置から低コストもしくは
低性能装置へのデータの移動であるマイグレーシ
ヨン、(ii)逆の動作であるリコール、(iii)システムの
故障もしくは論理誤りによるデータの喪失を防止
するための低コストで安全性の高い装置にデータ
をコピーするバツクアツプ及び(iv)バツクアツプの
逆動作である復元を含む。 マイグレーシヨン・サービス要求が記憶ノード
２３０によつて遂行される時は、データはデータ
経路８１を介してマイグレーシヨン空間６３内の
２次ボリユーム１６０，１７０，１７５にマイグ
レートされる。リコール要求が遂行される時は、
データはマイグレーシヨン空間６３からデータ経
路８３を介してリコールされる。バツクアツプ要
求によつて記憶ノード２３０はデータ経路８５を
介してデータタをバツクアツプ空間６６内のボリ
ユーム１８０，１８５，１９０，１９５に転送す
る。記憶ノード２３０によつて復元サービス要求
が遂行される時は、データはデータ経路８７を介
してバツクアツプ空間６６から復元される。 多重プロセツサ・システム１５中の作業の流れ
の中の他の機能には、IHSMによつて定義された
種々の領域及び空間にまたがるデータの断片を制
御する機能がある。単一のデータ・セツトが
IHSMによつて管理されてこの様な断片化が防止
される。データ・セツトは特定の物理的装置上の
一個所に保持され断片化が防止されもしくは救済
される。この様な断片化の防止もしくは救済は
IHSMの動作の全体の速度に貢献する。 E4 記憶空間もしくは定義域 第１Ｂ図を参照すると、IHSMによつて定義出
来る空間及び定義域を示す変形ベン図が示されて
いる。第１Ｂ図で空間はＡ、Ｂ、ＣもしくはＤで
示され、夫々第１Ａ図のCPU２００，２１０，
２２０，２３０と対応している。IHSMを走らせ
る多重プロセツサ・システムでは、任意のCPU
は独占的にアクセス出来るDASDを有する。例え
ば、システム１５（第１Ａ図）でCPU２１０は
DASD１３０に排他的にアクセスしている。さら
に本発明に従つてIHSMを走らせているシステム
内のDASDは任意の２つもしくはそれ以上の
CPUによつて共用される。例えばDASD１２０
はCPU２００，２１０によつて共用されている。
この様にしてIHSMを実行するシステム内で可能
なすべての構成の全体が大きくなる。第１Ｂ図の
範囲内にある構成は、この様な可能な構成の全体
の一部である。さらに第１Ａ図に示したシステム
１５の構成は第１Ｂ図の範囲内の構成の一部であ
る。従つてシステム１５以外のシステムも第１Ｂ
図の範囲内に含まれ、第１Ｂ図はIHSMによつて
可能なすべての構成を示していない。 従つて、第１Ｂ図はいくつかの論理定義域を示
し、そのうちの一部だけが第１Ａ図の特定のアー
キテクチエア中に物理的な対応装置を有する。例
えば第１Ｂ図はCPU２００(A)に独占的に使用さ
れる記憶定義域を示しているが、第１Ａ図にはこ
の様な物理的装置は存在しない。さらにIHSMを
走らせるこのシステム内のすべてのCPUによつ
て共用される複数のDASDを含む事が可能である
が、システム１５では１つのこの様な共通にアク
セスされるDASDとして、唯一のDASD１００が
存在するだけである。しかしながら唯一つの
QDS１０が許容されているのみである。 空間２０１は１方向にだけ斜線を有し、CPU
２００だけがアクセス可能な空間である。上述の
様に、空間２０１はIHSMによつては許容されて
いるがCPU２００がDASDを独占的に制御しな
いシステム１５中には具体化されていない。空間
２１１は１方向にだけ斜線を有しCPU２１０に
排他的にアクセス出来る空間である。空間２１１
はDASD１３０に対応する。２重斜線空間２０４
はCPU２００，２１０の両方に利用可能な空間
であり、DASD１２０に対応する。 空間２２１はCPU２１０によつてアクセス可
能な空間の内部に完全に含まれDASD１４０に対
応する。DASD１４０はCPU２２０にもアクセ
ス可能であり、CPU２１０にアクセス可能な複
数の装置のうちの１つである。CPU２２０がそ
れ自身のDASD（図示されず）に排他的にアクセ
ス出来るシステムでは、空間２２１は完全には他
の空間に包まれない。空間２３１はCPU２３０
にアクセス可能な空間である。空間２０２は
CPU２００，２３０の両方に利用可能であり、
物理的にはDASD１１０に対応する。 空間５０はすべてのCPU２００，２１０，２
２０及び２３０にアクセス出来る（CPU２３０
の空間２３１の斜線の特徴が延長されている事に
注意されたい）。HSM管理空間５０はHSMがそ
こにデータ・セツトを配置し、これから受取る事
が出来るDASDであるDASD１００はHSM管理
空間５０中にある。DASD１１０はCPU２３０
がアクセス可能であり、従つて共通にアクセス可
能ではないがHSM管理空間である。待ち行列デ
ータ・セツト１０は空間５０の内部に存在しなけ
ればならない。２重線で囲まれた空間６０は
CPU２３０だけにアクセス可能な空間であり
HSMの所有空間である。空間６０はHSM移送空
間６３及びHSMバツクアツプ空間６０を含む。
第１Ｂ図に示した様に記憶空間の或る重なりが可
能であり、記憶空間及び定義域の可能な範囲が大
きく出来る。しかしながら、HSMが動作出来る
条件は(1)すべてのプロセツサがアクセス可能なシ
ステム１５のDASD１００の様な或る領域が存在
する事、(2)記憶ノードとして指定出来るIHSMの
実行を含むプロセツサだけにアクセス可能な、例
えば空間６０の様な或る領域が存在する事であ
る。 E5 集中的要求へのサービス 要求に対するサービスは上述の様にシステム１
５内の種々の作業ノードが遂行すべき、サービ
ス・タスクを認識する事から始まる。認識に続
き、作業ノード２００，２１０，２２０はそのタ
スクを遂行する単一の中央サービス遂行装置に連
絡する。IHSMではこの様な連絡にはサービス要
求の発生を含み、サービス要求がQDS１０を含
む記憶媒体１００に送られる。単一のサービス遂
行装置、この場合はCPU２３０が種々の要求さ
れたタスクを遂行する。このタスクを遂行して、
データを適切な記憶位置にあずけた後、もしくは
適切な記憶位置からデータを検索した後、CPU
２３０は要求したプロセツサにタスクの完成を通
知する。 この様にして非同期的にサービスの遂行装置と
は別個に動作している多くの処理によつて認識さ
れる作業の流れがこれ等の要求を単一の中央に存
在する遂行装置が完成する様に通信する。 完成に基づいて、完成の非同期的通知が要求し
た装置に送られる。従つて作業の集中的遂行に続
いて多重プロセツサの非同期的環境中での種々の
要求装置への非同期的通知が行われる。 プロセツサ間のすべての通信が受渡しされなけ
ればならない通信装置として記憶媒体１００を使
用する事はIHSMの重要な特徴である。記憶媒体
１００上に保持されているQDS１０上に通信デ
ータ・パケツトを並べ、解消する事によつて、他
の類似のシステムに見られがちな直列化のために
遅延が最小になる。要求を認識して中央の記憶位
置に送り、要求されたサービスの遂行のために必
要なすべてのリソースを独占的に制御出来る、よ
り効率的なプロセツサによつて遂行させる事によ
つて従来のシステムに固有な多くの遅延及び障害
がなくなる。 中央記憶媒体例えばDASD１００内に存在する
待ち行列データ・セツト１０を使用する主な利点
はこの様な記憶装置の待ち行列が非揮発性であ
り、非常に故障を生じにくく、故障が生じても復
元能力が高い点にある。他の従来の、揮発性の通
信技術を使用するシステムはたとえ点検をしても
この様な記憶装置をベースとする通信手段の動作
に復元性を与え、動作を容易にする事が出来な
い。この場合、発揮性通信技術は故障によつて決
定不可能な状態にリセツトする媒体に通信デー
タ・パケツトを記憶する技術として定義出来る。
非揮発性通信技術はシステムが故障してもその情
報を保持している技術を含むものとして定義され
る。 E6 待ち行列データ・セツト１０ 第２Ａ、第２Ｂ図を参照するに、DASD１００
内の待ち行列データ・セツト（QDS）１０及び
管理作業要素５６０が示されている。多重プロセ
ツサ・システムの作業ノード中で動作している非
同期的処理はQDS１０中に管理作業要素５６０
の如き管理作業要素を記憶させる事により記憶ノ
ードと通信する。管理作業要素はデータ通信パケ
ツトの形式をなす。従つてQDS１０は共通に利
用可能な記憶媒体に存在する。管理作業要素が記
憶ノードによるサービスを受けた時は、この事は
記憶ノードによつてQDS１０を介して要求した
作業ノードに通知される。従つて作業ノードと記
憶ノード間のすべての通信はQDS１０を介して
行われる。代替実施例（図示されず）では、単一
の装置が第１Ａ図のCPU２３０及びDASD１０
０の機能を遂行出来従つてQDS１０を含んでい
る。 第２Ａ図は制御データ・セツト１０を示してい
る。データ・セツト１０は複数の待ち行列即ち記
憶ノード２３０によつて検討されるDASD要求待
ち行列及び作業ノード２００，２１０及び２２０
を含む各作業ノードのための一つの作業完成待ち
行列を含む仮想記憶アクセス方式（VSAM）フ
アイルである。QDS１０はすべてのVSAMフア
イルの様に制御レコード５００で始まる。制御レ
コード５００は活動、時間（タイム・スタンプ）
フイールド５２４を含む複数のフイールドを含
む。活動時間フイールド５２４は記憶ノード２３
０が待ち行列データ・セツト１０をアクセスする
度に記憶ノード２３０によつて更新される。記憶
ノード２３０によて活動時間フイールド５２４に
書込みがなされる度に記憶ノード２３０はQDS
１０をアクセスする時間帯に入る。活動時間フイ
ールド５２４は各作業ノードによつて定期的にチ
エツクされ、記憶ノードが活動しているかどうか
が決定される。この様にして、フイールド５２４
の一番最新のエントリーの経過時間を決定する事
によつて記憶ノード２３０の誤動作が検出され
る。例えば５分以上経過したフイールド５２４中
のエントリーは記憶ノード２３０の故障と解釈さ
れる。 制御レコード５００は又記憶ノード・セグメン
ト５０２を含む。記憶ノード・セグメント５０２
は２つのフイールド・記憶ノード・ホストID
（SNID）フイールド５１０及び予定作業ポイン
タ（PTR）フイールド５１２を含む。記憶ノー
ド・ホストIDフイールド５１０は多重プロセツ
サ・システム１５内の複数のIHSM実行のうちど
れが記憶ノードとして働くかを決める。記憶ノー
ドの予定作業ポインタ５１２は記憶ノードの後入
れ先出し（LIFO）待ち行列に加わつた最後の割
当て作業のQDS１０内の位置を示す相対レコー
ド番号ポインタである。 システムの各作業ノードに対して構造的に記憶
ノード・セグメント５０２と似た作業ノード・セ
グメントが制御レコード５００に存在する。例え
ば、作業ノード１（WN１）のための作業ノー
ド・セグメント５０４が存在する。作業ノード・
セグメント５０４は作業ノード１ホストIDフイ
ールド５１４及び作業ノード１作業完成ポインタ
（PTR）フイールド５１６を有する。作業ノー
ド・ホストIDフイールド５１４は作業ノード１
に指定された多重プロセツサ・システム内の
IHSM実行手段のIDを含んでいる。作業ノード
１作業完成ポインタ５１６は作業ノード１のため
に、記憶ノード２３０が完成した最新の作業割振
り、従つて作業ノード１のLIFO待ち行列中の最
後の管理作業要素を含む相対レコードを指示する
相対レコード番号である。 作業ノード・セグメント５０６は作業ノード１
のための作業ノード・セグメント５０４と同様に
作業ノード２のための情報を含む。作業ノード２
ホストIDフイールド５１８は作業ノード２に指
定されたIHSM実行手段を固定する。作業ノード
２作業完了ポインタ・フイールド５２０は作業ノ
ード２の待ち行列のための最新のエントリを示
す。制御レコード５００のフイールド５０８は複
数の追加の作業ノード・セグメントを含む。各セ
グメントはシステム中の追加の作業ノード（図示
されず）及びそれ等のLIFO待ち行列に対応する
作業ノード・ホストIDフイールド及び作業終了
ポインタを有する。そして、そのような追加的な
５個の作業ノード・セグメントをフイールド５０
８に入れる事が許容され、制御データ・セツト５
００内の作業ノード・セグメントの数は７個にな
る。 E7 管理作業要素（MWE） 第２Ｂ図を参照すると、管理作業要素５６０が
示されている。管理作業要素５６０は制御デー
タ・セツト１０の相対レコード中に記憶される複
数の管理作業要素の１つである。上述の様に、管
理作業要素はIHSMによつて発生され、記憶ノー
ド２３０に特定のIHSM機能が要求されている事
を示すデータ通信パケツトである。これ等の機能
はリコール、復元、マイグレーシヨンもしくはバ
ツクアツプの様な動作を含む。 管理作業要素はIHSMノードによつて待ち行列
データ・セツト１０中に置かれ、指定した動作の
実行及び完成が要求される。管理作業要素はこれ
を記憶ノードの予定作業待ち行列に付加する事に
よつて待ち行列データ・セツトに加わる。 管理作業要素５６０のみならず待ち行列デー
タ・セツト１０内の他の管理作業要素は４つのフ
イールドを含む。ホストIDフイールド５４２は
作業ノードによつて使用され、作業要求を行つ
て、それ自身を要求の発信者として同定する。相
対レコード番号（RRN）フイールド５４４は管
理作業要素５６０を待ち行列にリンクする逆ポイ
ンタを含んでいる。従つて相対レコード番号フイ
ールド５４４は予定作業待ち行列中の管理作業要
素５６０に直ちに先行する管理作業要素の相対レ
コード番号を含む。 例えば、管理作業要素５６２は制御データ・セ
ツト１０内の制御レコード５００に続く第２の管
理作業要素である。もし管理作業要素５６２が管
理作業要素５６０を追加したい待ち行列の最後で
ある時には、管理作業要素５６２の相対レコード
番号である２が管理作業要素５６０の相対レコー
ド番号フイールド５４４中に置かれる。従つて複
数の管理作業要素内の相対レコード番号フイール
ド５４４内の相継ぐ逆ポインタが複数の管理作業
要素をLIFO待ち行列にリンクする。待ち行列
（Ｑ）制御フイールド５４６は管理作業要素が待
ち行列の一部として待ち行列データ・セツト１０
内に記録された事を示す単一ビツトもしくはフラ
ツグである。従つて記憶ノード待ち行列及びすべ
ての作業ノード待ち行列中の管理作業要素中のす
べてのＱ制御フイールド５４６は高レベルにあ
る。 MWEFUNCフイールド５４８は作業ノードに
よつて使用され、記憶ノード２３０に対し、管理
作業要素によつてどの機能が要求しれたかを示す
ものである。例えばMWEFUNCフイールド５４
８中の３は作業ノードによつて記憶ノードに対し
リコールが要求され、５は復元が要求され、６は
マイグレーシヨンが要求された事を示す。 IHSM内の各活動状態にあるホスト・プロセツ
サはQDS１０内にそれ自身の待ち行列を有する。
すべての待ち行列はLIFOである。記憶ノードの
LIFO待ち行列は記憶ノード２３０によつて遂行
されるべき作業を定義する。作業ノードのすべて
は記憶ノードのLIFO待ち行列に書込む事が出来
る。各作業ノードも又それ自身のLIFO待ち行列
を有する。これ等の作業ノード待ち行列は作業ノ
ードの代りに記憶ノード２３０が完成した作業を
示す。各作業ノード待ち行列は記憶ノードが要求
された動作を完成した時に記憶ノード２３０によ
つて書込まれる。 E8 交互介在非同期待ち行列 ここで次の表を参照するに、管理作業要素の３
つの待ち行列を含む待ち行列データ・セツト１０
の例が示されている。３つの待ち行列は記憶ノー
ドの予定作業待ち行列、作業ノード１の作業完成
待ち行列及び作業ノード２の作業完成待ち行列で
ある。

【表】 相対レコード５６０−１４及至５９２−３２は
記憶ノード及び作業ノードの両方に利用出来、こ
れ等の待ち行列が形成される。図示した17個の管
理作業要素の数は説明の目的のためだけに選択さ
れたものである。一般に、待ち行列データ・セツ
ト１０は任意の数の管理作業要素を含む事が出来
る。QDS１０内の管理作業要素を記録もしくは
固定する参照番号の最初の３つのデイジツトは
QDS１０内の位置に関して管理作業要素５６０
−１４及至５９２−３２を順番に記録しもしくは
固定している。 これ等の参照番号の最後の２つのデイジツトは
各管理作業要素の待ち行列とその待ち行列内の管
理作業要素の位置を固定している。最後の２つの
デイジツトのうち最初のデイジツトが１である時
は、管理作業要素が記憶ノード待ち行列中にある
事、２は管理作業要素が作業ノード１（WN１）
待ち行列中にある事、３は管理作業要素が作業ノ
ード２（WN２）待ち行列中にある事を示してい
る。QDS１０の管理作業要素を固定する参照番
号の最後のデイジツトは待ち行列自身内の管理作
業要素の位置を示している。最後のデイジツトの
１はその待ち行列中の最初の管理作業要素を示
し、２は第２の従つてより最近待ち行列中に付け
加えられた管理作業要素を示している。 QDS１０中の最初の管理作業要素は管理作業
要素５６０−１４である。この事は管理作業要素
５６０−１４が、参照番号中のダツシユの後の最
初の数字が１であるために記憶ノード待ち行列中
にあり、ダツシユの後の第２の数字位置には４が
あるのでこの要素が記憶ノード待ち行列内の第４
番目の要素である事を示している。同じ様に、
QDS１０中の第８番目の相対レコード中の管理
作業要素５７４−３１はダツシユに続く最初のデ
イジツト３で示した様に作業ノード２待ち行列中
にある。この要素は参照番号の最後のデイジツト
位置の１によつて示した様に作業ノード２待ち行
列中の最初の、従つて最も古い要素である。 記憶ノード待ち行列の内容を決定するために
は、待ち行列レコード500の記憶ノードの予定作
業ポインタ・フイールド５１２中の相対レコード
番号に従う。フイールド５１２中のポインタは最
も最近記憶ノード待ち行列に加えられた管理作業
要素を示している。制御レコード５００のフイー
ルド５１２は15を含んでいるので、QDS１０中
の第15番目の相対レコードを指示している。
QDS１０の15番目の相対レコードは管理作業要
素５８８−１６を含んでいる。 管理作業要素５８８−１６のホストIDフイー
ルド５４２は管理作業要素５８８−１６が作業ノ
ード（WN）２によつて記憶ノード待ち行列中に
置かれた事を示している。管理作業要素５８８−
１６の待ち行列制御フイールド５４６は１を含み
相対レコード１５が待ち行列に活動状態の管理作
業要素を含む作を示している。管理作業要素５８
８−１６のMWEFUNCフイールド５４８は３を
含み、作業ノード２が記憶ノード２３０にリコー
ルを遂行する事を要求している事を示している。
管理作業要素５８８−１６の相対レコード番号フ
イールド５４４は４を含み、記憶ノードの待ち行
列中の次の管理作業要素が待ち行列データ・セツ
ト１０の相対レコード４にある事を示している。 相対レコード４は管理作業要素５６６−１５を
含んでいる。管理作業要素５６６−１５は参照番
号の最後の２デイトツト中の15によつて示す様に
記憶ノード待ち行列中の第５番目の要素である。
管理作業要素５６６−１５のホストIDフイール
ド５４２は管理作業要素５６６−１５が作業ノー
ド１によつて記憶ノード待ち行列上に位置付けら
れた事を示す。管理作業要素５６６−１５の
MWEFUNCフイールド５４８は５を含み、作業
ノード１は記憶ノード２３０に復元動作を遂行す
る様に要求した事を示す。管理作業要素５６６−
１５の相対レコード番号フイールド５４４は１を
含み、記憶ノード待ち行列の次の管理作業要素が
相対レコード１に見出される事を示している。 相対レコード１は管理作業要素５６０−１４を
含み。これはホストIDフイールド５４２によつ
て示す様に作業ノード１によつて記憶ノード待ち
行列上に置かれたものであり、MWEFUNCフイ
ールド５４８で示した様に記憶ノードのリコール
機能を要求している。管理作業要素５６０−１４
の相対レコード番号フイールド５４４は３を含
み、相対レコード３の管理作業要素５６４−１３
が記憶ノード待ち行列中の次の管理作業要素であ
る事を示している。 管理作業要素５６４−１３のホストIDフイー
ルド５４２はこの管理作業要素５６４−１３が作
業ノード２によつて記憶ノード待ち行列上に置か
れた事を示している。管理作業要素５６４−１３
のMWEFUNCフイールド５４８は７を含み、記
憶ノードがバツクアツプ動作を遂行する様に作業
ノード２が要求した事を示している。相対レコー
ド番号フイールド５４４は相対レコード７を指示
し、相対レコード７は管理作業要素５７２−１２
を含んでいる。 管理作業要素５７２−１２はそのホストIDフ
イールド５４２によつて示した様に作業ノード１
によつて記憶ノード待ち行列上に置かれたもので
ある。管理作業要素５７２−１２は５を含む
MWEFUNCフイールド５４８によつて示した様
に記憶ノードに復元動作を要求している。管理作
業要素５７２−１２の相対レコード番号フイール
ド５４４は相対レコード番号６を指示するポイン
タ６を含んでいる。 相対レコード６は管理作業要素５１０−１１を
含む。管理作業要素５７０−１１の参照番号はこ
の要素が記憶ノード待ち行列上の最初の管理作業
要素である事を示している。この事は参照番号の
最後のデイジツト中の１によつてわかる。この要
素の相対レコード番号フイールド５４４は０を含
み、記憶ノード待ち行列の終りである事を示して
いる。従つて記憶ノードの予定作業待ち行列の６
個の管理作業要素を含んでいる。記憶ノード待ち
行列は６個の管理作業要素を含む６個の相対レコ
ードを最も最近受取つた管理作業要素から最初に
受取つた要素順に並べると、相対レコード１５，
４，１，３，７及び６の順になる。 上出のQDS表は又作業ノード１のための作業
完成待ち行列を含む。作業ノード１の待ち行列に
追加される管理作業要素は制御レコード５００の
作業ノード１の作業完成ポインタ・フイールド５
１６で示した様に相対レコード５中に存在する。
作業ノード１の作業完成ポインタ・フイールド５
１６は常に作業ノード１の待ち行列の終りを示し
ている。 相対レコード５は管理作業要素５６８−２６を
含む。管理作業要素５６８−２６は作業ノード１
の待ち行列である待ち行列２中の６番目の要素で
ある。管理作業要素５６８−２６の相対レコード
番号フイールドは相対レコード１２を指示する逆
ポインタを含み、相対レコード１２が作業ノード
１のLIFO待ち行列の次の管理作業要素を含む事
を示している。 相対レコード１２に存在する管理作業要素５８
２−２５は相対レコード番号フイールド５４４中
に11を含み、従つて相対レコード１１に存在する
管理作業要素５８０−２４を指示している。管理
作業要素５８０−２４の相対レコード番号フイー
ルド５４４は10を含み、これによつて作業ノード
１の待ち行列の次の管理作業要素である管理作業
要素５７８−２３を含む相対レコード１０を指示
している。 相対レコード１０中に存在する管理作業要素５
７８−２３の相対レコード番号フイイールド５４
４は作業ノード１の待ち行列中の次の管理作業要
素として相対レコード２を指示するポインタを含
んでいる。相対レコード２は管理作業要素５６２
−２２を含んでいる。管理作業要素５６２−２２
は相対レコード番号フイールド５４４中に14を含
み、相対レコード１４に存在する管理作業要素５
８６−２１の相対レコード番号フイールド５４４
は０を含み、管理作業要素５８６−２１が作業ノ
ード１の待ち行列の終りである事を示している。 作業ノード２もQDS１０中に待ち行列を有す
る。作業ノード２の待ち行列は制御レコード５０
０中の作業ノード２の作業完成ポインタ・フイー
ルド５２０で示した様に相対レコード１７で開始
する。作業ノード２の作業完成ポインタ・フイー
ルド５２０は常に作業ノード２の待ち行列の終り
を指示している。管理作業要素５９２−３２の相
対レコード番号フイールド５４４は８を含み、こ
の待ち行列中の次の管理作業要素が相対レコード
８中の管理作業要素５７４−３１である事を示し
ている。管理作業要素５７４−３１の相対レコー
ド番号フイールド５４４は０を含み、この要素が
記憶ノードによつて作業ノード２の作業完成待ち
行列中に置かれた最初の要素であり、この要素が
作業ノード２の待ち行列の最後の管理作業要素で
ある事を示している。作業ノード２の待ち行列は
従つて夫々相対レコード１７及び８中に記憶され
た管理作業要素５９２−３２及び５７４−３１だ
けを含んでいる。 従つてQDS１０は３つの個別の待ち行列、即
ち記憶ノードのための予定作業行列、作業ノード
１のための作業完成待ち行列及び作業ノード２の
ための作業完成待ち行列を含んでいる。これ等の
待ち行列は表に示した様にQDS１０の相対レコ
ード１及至１７を通る順次進行に関して介在して
いる。これ等の待ち行列をなす管理作業要素はポ
インタによつて相互に連結しているので、待ち行
列からはずされもしくはこれに追加される管理作
業要素はQDS１０中の任意の利用可能な記憶位
置に置く事が出来る。従つてQDS１０内の待ち
行列は非同期的に形成される。例えば、相対レコ
ード９，１３及び１６は上述の３つの待ち行列の
どれにも属さない。これ等の相対レコードは作業
ノードが記憶ノードの待ち行列上に置く管理作業
要素を受取るのに利用出来る。 上述のID作業ノード１、作業ノード２及び作
業ノード３は第１Ａ図のCPU２００，２１０及
び２２０をさす。しかしながらシステム１５内の
任意CPUが作業ノード１，２もしくは３として
指定できる。 E9 管理作業要素の待ち行列化 待ち行列に管理作業要素を追加するためには制
御レコード５００のビツト割振りマツプ５２２を
走査する。ビツト割振りマツプ５２２はQDS１
０内の制御レコード５００を含む各レコードのた
めの１ビツトを含んでいる。もし対応するレコー
ドが管理作業要素を含んでいるならば、ビツト割
振りマツプ５２２中のビツトは１であり、対応す
るレコードが利用可能であつて管理作業要素を受
取る事が出来るならばそのビツトは０である。
QDS１０の最初のレコードは管理作業要素を受
取る様には利用出来ない。それは上述の様に制御
レコード５００が制御データのために特別に取つ
ておかれているからである。従つてビツト割振り
マツプ５２２中の最初のビツトは常に１である。 ビツト割振りマツプ５２２の第２のビツトは管
理作業要素５６０−１４を含む相対レコード１に
対応し、従つて活動状態にある。従つてビツト割
振りマツプ５２２の第２のビツトは１である。ビ
ツト割振りマツプ５２２の第３のビツトは相対レ
コード２に対応する。相対レコード２は管理作業
要素５６２−２２を含み、従つてビツト割振りマ
ツプ５２２の第３のビツトも１である。 ビツト割振りマツプ５２２の第10番目のビツト
は活特状態の管理作業要素を含まない相対レコー
ド９に対応する。従つてビツト割振りマツプ５２
２の第10ビツトは０を含み、対応する相対レコー
ド、即ち相対レコード９は管理作業要素を記憶す
る事が出来る。この管理作業要素は作業ノードに
よつて記憶ノード待ち行列上に置く事が可能であ
る。さらに、相対レコード１３に対応するビツト
割振りマツプ５２２の第14のビツトも０である。
この事は相対レコード１３も利用可能である事を
示す。同じ様に、ビツト割振りマツプ５２２の第
17のビツトも０であり、相対レコード１６が利用
可能な事を示している。 管理作業要素を置く事の出来る相対レコードを
探索するために、作業ノードはビツト割振りマツ
プ５２２の下位から２番目のビツトから始めて、
０を発見する迄ビツト割振りマツプ５２２の上位
のビツトに向つて探索する。マツプ５２２中で遭
遇する最初の０に対応する相対レコードが作業ノ
ードによつて使用出来る。上出のQDS表の例で
は、遭遇する最初の０は相対レコード９に対応す
るビツト割振りマツプ５２２の10番目のビツトで
ある。従つて管理作業要素を記憶ノードの予定作
業待ち行列に追加する時には、作業ノードは管理
作業要素を相対レコード９に記憶する。管理作業
要素を待ち行列に加えた直後に探索を行つている
他の作業ノードは、その最初の０をビツト割振り
マツプ５２２の14番目のビツトに見出し、従つて
その管理作業要素を相対レコード１３に記憶す
る。 管理作業要素を記憶ノード待ち行列の相対レコ
ード９に追加するために、作業ノードはデータを
相対レコード９の適切なフイールドに記憶する。
このデータはフイールド５４２中に記憶されるホ
ストID及びMWEFUNCフイールド５４８中に記
憶される要求機能を含む。管理作業要素５７６−
００の相対レコード番号フイールド５４４に導入
されるデータを決定するために、作業ノードは制
御レコード５００の記憶ノード予定作業ポインタ
フイールド５１２をアクセスする。予定作業ポイ
ンタ・フイールド５１２は記憶ノード待ち行列に
追加された最後の管理作業要素を指示するポイン
タを含んでいる。この最後に追加された管理作業
要素は新らしく追加される管理作業要素が指示す
る事によつて連鎖になる要素である。 従つて、予定作業ポインタ・フイールド５１２
が読取られ、その内容が管理作業要素５７６−０
０の相対レコード番号フイールド５４４中に記憶
される。管理作業要素５７６−００を記憶ノード
待ち行列に加える作業ノードは次に記憶ノードの
予定作業ポインタフイールド中に、作業ノードが
その管理作業要素を挿入した相対レコードの番号
を記憶させなければらない。従つて作業ノードは
制御レコード５００のポインタ・フイールド５１
２に９を記憶させる。 さらに作業ノードはビツト割振りマツプ５２２
の第10ビツトに１を書込んで、その管理作業要素
を記憶した相対レコードが活動状態にある事を示
さなければならない。作業ノードが管理作業要素
を待ち行列に追加した後、要素の参照番号は５７
６−０００から５７６−１７に変る。それはこの
管理作業要素５７６−１７が待ち行列１、即ち記
憶ノード待ち行列の第７番目の要素であるからで
ある。 E10 初期設定処理 第３図を参照すると、本発明の方法のフローチ
ヤートが示されている。IHSM環境で実行するホ
スト計算機が起点６００で開始する初期設定処理
プロセスを遂行する。IHSMを呼出す時、オペレ
ータが起点パラメータを与える。これ等のパラメ
ータはプログラム初期設定兼パラメータ処理ブロ
ツク６１０中で処理される。プログラム初期設定
は内部制御ブロツクの作成とホスト・プロセツサ
IDの決定を含む。この初期設定過程は複合シス
テムの各ホスト・プロセツサ毎に独立して実行さ
れる。もしスタートアツプがコールド・スタート
の時は、任意の作業ノードの手順の前に記憶ノー
ドの手順をブロツク６１０で遂行する。もしコー
ルルド・スタートで記憶ノードの前に作業ノード
が開始すると、これは無効条件となり、終了す
る。 決定ブロツク６２０で初期設定プログラムを遂
行するホスト・プロセツサが作業ノード（WN）
であるか記憶ノードであるかを示す決定がなされ
る。ホスト・プロセツサが作業ノードである時
は、決定ブロツク６２０の決定は肯定（YES）
であり、ブロツク６３０が実行される。ブロツク
６３０では、オペレータ通信がセツトアツプされ
る。多重プロセツサ複合システム内の各ホスト・
プロセツサはそれ自身のオペレータ通信を処理す
る個別のタスクを有する。従つて、各ホスト・プ
ロセツサはそのホスト環境を正しく同定して
IHSMに伝えなければならない。 ブロツク６４０において、オペレータが供給し
た、初期設定されつつある作業ノードのための特
定の起点パラメータが処理される。例えば、オペ
レータが供給する１つのパラメータは遂行されつ
つある起点パラメータの型である。起点は待ち行
列データ・セツト（QDS）１０中の待ち行列の
依存してコールド・スタート、ウオーム・スター
トもしくはホツト・スタートである。 もしすべての待ち行列は無効である事が推定さ
れ、わかるとコールルド・スタートがオペレータ
によつて導入れる。この処理はQDS１０のすべ
ての管理作業要素をコールド・スタート中に破壊
するので、極めて手荒な手段である。ホツト・ス
タートでは、すべての待ち行列は有効である事が
推定され、わかつている。ウオーム・スタートで
はQDS１０内の待ち行列は待ち行列内のポイン
タを検査する事によつて検証される。ポインタに
対するこの検査以外でも、現在の待ち行列有効で
ある事が推定出来る。ウオーム・スタート中には
新らしい待ち行列が追加出来る。 ブロツク６４０でオペレータによつて供給出来
る他のパラメータは作業ノードのアクセス・タイ
マの接続時間である。作業ノードのアクセス・タ
イマの持続時間はQDS１０へのアクセス間で作
業ノードが待機しなければならない時間を決定す
る。タイマはノードQDS１０を解き放つ時にス
タートし、ノードはタイマが時間切れになる迄再
びQDS１０をアクセス出来ない。初期設定中の
各ノードのタイマの接続時間を変更する事によつ
てIHSM内のQDS１０へのアクセスの微調整が
出来る。 ブロツク６５０において、作業ノードは待ち行
列の初期設定を遂行する。待ち行列の初期設定を
遂行するために、作業ノードは以下説明される動
作の外に、QDS１０をオープンして、そのホス
ト・プロセツサIDを空いている作業ノード・セ
グメント中に置く。例えば、初期設定中の作業ノ
ードが作業ノード１であるらば、そのホストID
が制御レコード５００内の作業ノード１のセグメ
ント５０４の作業ノード１のIDフイールド５１
４へ書込まれる。 決定ブロツク６２０によつて判明する様に、ホ
スト・プロセツサが記憶ノードである時には、ブ
ロツク６６０が遂行される。ブロツク６６０で
は、記憶ノードは３つの制御データ・セツト、即
ちバツクアツプ制御データ・セツト（BCDS）、
移送制御データ・セツト（MCDS）及びオフラ
イン制御データ・セツト（OCDS）をオープンす
る。これ等の制御データ・セツトが通常の
VSAMのキイによる順次データ・セツトである。
ブロツク６６０の動作は通常の様に既存の制御デ
ータ・セツトをオープンするだけである。もしこ
れ等のフアイルが既存でないか、正しく初期設定
されい時は、記憶ノードが誤りを発生して終了す
る。 ブロツク６７０で第１Ａ図に関連して説明した
空間をセツトアツプする。ブロツク６８０で出口
リストが処理される。ブロツク６７０，６８０の
動作は上述の参考文献に説明された様に従来の
HSMによつて遂行される。 ブロツク６９０で、HSM機能のサブタスクが
接続される。これ等のサブタスクはマイグレーシ
ヨン制御タスク、リコール、回復、及びバツクア
ツプ、復元、削除及びび回収の様な他のタスクに
も含まれるタスクを含む、これ等は実際にはユー
ザの要求もしくはシステムのプロトコールによつ
て要求される時に１つのボリウムから他のボリウ
ムにフアイルを移動する機能を遂行する。 ブロツク７００において、記憶ノードはブロツ
ク６３０で作業ノードがオペレータの通信をセツ
トアツプした様にオペレータ通信をセツトアツプ
する。同様に、ブロツク７１０で、記憶ノードは
その起点パラメータを処理する。ブロツク７１０
で記憶ノードが処理するパラメータの範囲はブロ
ツク６４０で事業ノードが処理する範囲よりもか
なり広い。それは作業ノードが処理するパラメー
タが記憶ノードのパラメータの部分集合だからで
ある。 記憶ノードがブロツク７１０で処理出来る起点
パラメータの例は、IHSMが管理するボリウムを
決定するADVOL指命である。さらに、IHSM内
の自動的処理で処理するルーチンである
SETSYSに関連するパラメータがブロツク７１
０で記憶ノードによつて処理される。SETSYS
パラメータの例は２次記憶装置に移送する迄はデ
ータ・セツトが（アクセスされないで）上位レベ
ルのDASDに存在する日数である。 起点パラメータの処理に続いて、待ち行列
（θ）初期設定がブロツク７２０で遂行される。
記憶ノードの待ち行列初期設定は、以下詳細に説
明する様にQDS１０をオープンし、記憶ノード
のホストIDを制御レコード５００内の記憶ノー
ド・セグメントの記憶ノードIDフイールド５１
０に置く。ブロツク７２０から実行は他頁結合子
７３０を介して第４図の頁結合子７３５に続く。 オン頁結合子７３５に続く決定ブロツク７４０
において、IHSMを遮断するかどうかの決定がな
される。この決定はIHSM内の複数の点で種々の
理由でセツトされる終了フラツグを知る事によつ
て行われる。終了フラツグをセツトする最もあり
ふれた方法は停止指令のオペレータ導入である。
オペレータの停止指令は各異なるノードのオペレ
ータ・タスクによつてトラツプされ、もしタスク
が遮断モードにあるならばそれ自身の内部制御ブ
ロツク・フラツグをセツトする。さらに、以下詳
細に説明する様に終了フラツグをセツトする種々
の誤り条件が存在する。しかしながら、決定ブロ
ツク７４０では合了フラツグの起点は問題にしな
い。もしこのフラツグがオンの時は、ブロツク７
５０を遂行する。 ブロツク７５０において、IHSM機能のブロツ
ク６９０で接続したIHSM機能サブタスクが消去
され、正常遮断の手順が遂行される。ブロツク７
６０で開始して、BCDS、MCDS及びOCDSを含
むすべてのIHSM制御データ・セツトがクローズ
される。QDS１０はブロツク７７０で、IHSM
はブロツク７８０で終了し、このタスクは停止７
９０で完全に解消する。 決定ブロツク７４０で遮断しないという決定が
なされると、実行は他頁結合子８００から第５図
の頁結合子８０５に進行する。オン頁結合子７３
５から決定ブツク７４０のNO経路を通り他頁結
合子８００に至る経路はホスト・プロセツサが
HSMの主ループを実行するたびにたどる経路で
ある。この経路は通常の処理ループである。 第５図を参照するに、実行がオン頁結合子８０
５で導入すると、決定ブロツク８１０で再びこの
ホスト・プロセツサが作業ノードであるかもしく
は記憶ノードであるかの決定がなされる。もしホ
スト・プロセツサが作業ノードならば実行は
YES経路をたどり、決定ブロツク８２０で作業
ノードのなすべき作業があるかどうかの決定がな
される。 なすべき作業（予定作業）が存在するかどうか
の決定はバツチ・ジヨブの様なユーザ・タスクが
IHSAMに要求を提示した時にセツトするフラツ
グを調べる事によつて行われる。これ等の環境の
下に、管理作業要素が作成され、共通の記憶装置
中の待ち行列にされ、IHSMへの仮想記憶装置間
通知がなされる。このIHSMへの通知は決定ブロ
ツク８２０でフラツグとして読取られる。このフ
ラツグは又作業ノードのアクセス・タイマによつ
てもセツトされ、作業ノードによるQDS１０の
定期的な検査が保証される。もし作業ノードに遂
行する作業がない場合には、実行はブロツク９２
０に分岐する。決定ブロツク８２０でこのフラツ
グを調べる事によつて予定作業がある事が決定さ
れると、作業ノードはブロツク８３０で管理作業
要素（WNE）を検索して処理する。 以下より詳細に説明する様に、ブロツク８３０
中の管理作業要素の処理は処理すべき管理作業要
素をQDS１０内の記憶ノード待ち行列中に並べ
る事を含む。さらに、作業ノードはQDS１０を
オープンして管理作業要素を待ち行列にしている
間に、現在完成している管理作業要素のうち仕意
のものの待ち行列を解消する（ブロツク８５０）。
もし決定ブロツク８１０でホスト・プロセツサが
作業ノードでない事が決定されると、このポス
ト・プロセツサは記憶ノードでなければならず、
決定ブロツク８６０で記憶ノードが遂行する作業
が存在するかどうかの決定がなされる。記憶ノー
ドに遂行する作業がない場合には、記憶ノードは
ブロツク９２０で現在の処理ループ中に導入され
たコンソール指令を処理する。もし記憶ノードに
遂行すべき作業がある時は、記憶ノードはブロツ
ク８７０で管理作業要素を検索して処理する。 決定ブロツク８６０で検査して記憶ノードにな
すべき作業ノードのための作業が存在するかどう
かの決定をするフラツグは記憶ノードのアクセ
ス・タイマによつてセツトされ、記憶ノードが
QDS１０の待ち行列を周期的に検査出来る様に
なつている。ブロツク８７０内の管理作業要素の
処理は記憶ノードの予定作業待ち行列から管理作
業要素を検策し、記憶ノードの汎用待ち行列に並
べる事を含む。 管理作業要素はその管理作業要素内の要求に基
づいて適切なサブタスクに指名される。管理作業
要素のサブタスクへの指名はサブタスクの予定作
業待ち行列に通知される。 サブタスクが管理作業要素によつて要求された
機能を完成すると、この事は管理作業要素に通知
される。管理作業要素が完成したものとして通知
されると、記憶ノードがこれ等を検策して、これ
をブロツク９１０中で記憶ノードの汎用待ち行列
中に置く。又ブロツク９１０中で記憶ノードは記
憶ノードの汎用行列から管理作業要素をはずし、
これをQDS１０中の発生した作業ノード待ち行
列中に置く。 ブロツク９１０の管理作業要素の検策及び完成
に続き、ブロツク９２０中でコンソールがポーリ
ングされる。これはオペレータからのコンソール
指令（CMD）をIHSMが受取つて、処理する手
段である。この段階は処理ループの各パスを実行
し、ループの最後のパスの後にコンソールのオペ
レータが指令を導入したかどうかを決定する事に
よつて実行される。 IHSMはブロツク９３０でなすべき作業、作業
完成指令、そのタイマの時間切れ、もしくは記憶
ノード内の予定作業の発生を待つ。IHSMがブロ
ツク９３０で待機している間に記能タスクは処理
を続ける。ブロツク９３０に続く他頁結合子７３
７は第４回の上述のオン頁結合子７３５に続く。
この結合によつて主処理ループが完了する。 E10−１ 作業ノード初期設定 第６図を参照するに、作業ノード初期設定のフ
ローチヤートが示されている。この図は第３図の
作業ノード待ち行列初期設定ブツク６５０の詳細
を示すブロツク図である。実行はブロツク６４０
からブロツク９４０に続き、ここでQDS１０を
オープンする。ブロツク９４０のQDS１０のオ
ープンはVSAMに関連するレコード・データ・
セツトの通常のオープンである。ブロツク９５０
で、QDS１０はこれをオープンした作業ノード
によつて予約される。QDSの予約は、プロセツ
サ間の相互作用を防止する機能であり、作業ノー
ドが初期設定されつつある間にQDSが記憶され
ているハードウエアへの入力及び出力を防止す
る。従つて作業ノードが、続く初期設定プロセス
を完成する間にすべての他のプロセツサはDASD
からブロツク・アウトされる。 初期設定を行つている事業ノードによつてすべ
ての他のプロセツサがブロツク・アウトされてい
る間に、作業ノードはブロツク９６０でQDS１
０の相対レコード（RR）０を読取る。QDS１０
の相対レコード０は上記表に示した様に制御レコ
ード５００である。制御レコード５００内のフイ
ールドの１つは記憶ノードIDフイールド５１０
である。決定ブロツク９７０で初期設定中の作業
ノードは記憶ノード（SN）IDフイールド５１０
中に０を含んでいるかどうかを決定する。記憶ノ
ードIDフイールド５１０が０を含んでいる場合
には、活動状態ノードは存在せず、ブロツク１０
２０に０を示した誤り条件が存在する。ブロツク
１０２０で、QDS１０はクローズされ、解放さ
れて、実行は終了１０３０で終了する。 もしSNIDが非０ならば、決定ブロツク９８０
で処理の起点がコールド・スタートであるかどう
かの決定がされる。決定ブロツク９８０の決定は
オペレータが与えブロツク６４０で処理したパラ
メータに基ずいてセツトされるフラツグに基づい
ている。もしシステムがコールド・スタートを行
つている場合には、作業ノードは決定ブロツク１
０４０でその作業ノード（WN）セグメントが存
在するかどうかの決定をする。作業ノード・セグ
メントはQDS１０内の制御レコード５００のセ
グメントであり、作業ノードのIDフイールド及
びその作業ノードの待ち行列の最後の管理作業要
素を示すポインタを含んでいる。 決定ブロツク１０４０で初期設定を行つている
作業ノードの作業ノード・セグメントが存在する
事が決定されると、誤りが存在する。それはコー
ルド・スタートでは既存の作業ノード・セグメン
トが存在してはいけないからである。例えば作業
ノードがこの時点でそのIDが既に作業ノード・
セグメント中に存在する事を見出すと、この事は
ホスト・プロセツサIDが２重になつている事を
示す。従つてブロツク１０２０に示した様な誤り
条件が存在し、QDS１０がクローズされ、解放
され、実行は上述の様に終了１０３０で終了す
る。 決定ブロツク１０４０で決定した結果、作業ノ
ード・セグメントが存在しない場合合には、初期
設定処理を遂行する作業ノードのホストIDが利
用可能であり実行は次項結合子１０５０へと進
む。もし起点が決定ブロツク９８０によつてコー
ルド・スタートでない事がわかると、決定ブロツ
ク９９０で起点がホツト・スタートであるかどう
かの決定がなされる。 決定ブロツク１０６０で起点がホツト・スター
トである事が決定されると、決定ブロツク１０６
０で初期設定を行つている作業ノードに対応する
作業ノード・セグメントが存在するかどうかの決
定がなされる。もし作業ノード・セグメントが存
在しない場合には誤り条件が存在する。それはホ
ツト・スタート中には作業ノード・セグメントが
既に存在しなければならないからである。従つて
実行は上記の場合と同様に、ブツク１０２０に進
む。そうでない場合には、実行は次頁結合子１０
７０に進む。 もし起点が決定ブロツク９８０で決定される様
にコールド・スタートでもなく、決定ブロツク９
９０によつて決定される様にホツト・スタートで
もない時は、起点はウオーム・スタートである。
ウオーム・スタート中に初期設定を行つている作
業ノードに対応する作業ノード・セグメントが存
在するかどうかの決定がなされる。この決定は決
定ブロツク１０００でなされる。作業ノード・セ
グメントが存在すると、実行は次頁結合子１０７
０に進む。 もし作業ノード・セグメントが存在しないと、
決定ブロツク１０１０で作業ノードがそのホスト
IDを書込む事が出来る空きの作業ノード・セグ
メントが存在するかどうかの決定がされる。空き
のセグメントが存在しない時は、作業ノードはそ
のIDを置くセグメントがない。従つて実行は上
述の様に、ブロツク１０２０に進む。もし空きの
セグメントが存在すると、実行は次頁結合子１０
８０に進む。 次に第７図を参照するに、第６図のフローチヤ
ートの続きが示されている。第６図の次頁結合子
１０５０は第７図の頁結合子１０５５と接続す
る。この経路は起点がコールド・スタートで初期
設定中の作業ノードの作業ノード・セグメントが
既に存在しない時に作業ノードがたどる経路であ
る。従つて、ブロツク１０９０において、作業ノ
ードはそのホスト・プロセツサIDを利用可能な
作業ノード（WN）セグメント中に置く。例えば
初期設定中の作業ノードが作業ノード１である時
には、ホスト・プロセツサIDは制御レコード５
００の作業ノードIDフイールド５１４中に置か
れる。もし、初期設定中の作業ノードが作業ノー
ド２である時には、そのホスト・プロセツサID
はフイールド５１８中に置かれる。 利用可能な作業ノード・セグメント中に新らし
い作業ノード・ホストIDを含む更新制御レコー
ド５００はブロツク１１００でQDS１０へ書込
まれる。ブロツク１１５０で、QDS１０はこの
作業ノードから解放され、ブロツク９４０で
QDS１０をオープンした作業ノードのアクセ
ス・タイマが始動する。これによつてQDS１０
は複合システム中の他のノードに利用可能にな
り、解放した作業ノードはそのアクセス・タイマ
が時間切れになる迄QDS１０にアクセス出来な
くなる。 第６図の次頁結合子１０７０は第７図の頁結合
子１０７５に接続する。この経路は起点がウオー
ムもしくはホツト・スタートであり、初期設定処
理を遂行している作業ノードのための作業ノー
ド・セグメントが既に存在する時にたどられる。
この状態は作業ノードダウンになり、記憶ノード
が走行を続けている時に再びアツプに戻つた時に
生ずる。この様な情況の下でこの作業ノードのた
めに動作出来る状態になかつた記憶ノードは作業
を完成する事が可能になる。 任意の管理作業要素の作業が作業ノードのダウ
ン中に完成した事を決定するために、初期設定中
の作業ノードは決定ブロツク１１３０中でその作
業ノード・セグメント中のポインタが０であるか
どうかを決定する。もしポインタが０でない場合
には除去される作業がその待ち行列中にある。さ
らに初期設定中の作業ノードはブロツク１１４０
に示した様に記憶ノード待ち行列に予定作業を通
知する。 決定ブロツク１０１０中で決定される様にウオ
ーム・スタートでは空きセグメントが存在し、実
行は次頁結合子１０８０からオン頁結合子１０８
５を介してブロツク１１１０に進む。ブロツク１
１１０で作業ノードは上述の様にそのホストID
を利用可能な作業ノード・セグメントに書込む。
更新制御レコード５００（RRO）がブロツク１
１２０でQDS１０に書込まれ、作業ノードは
QDS１０を解放してそのアクセス・タイマをブ
ロツク１１５０中でセツトし、終了１１６０で終
了する。 E10−２ 記憶ノード初期設定 第８図を参照するに、記憶ノード初期設定処理
のフローチヤートが示されている。第８図は第３
図のブロツク７２０をより詳細に示したものであ
る。実行はブロツク７１０からブロツク１１７０
に進み、ここでQDSは作業ノード初期設定のブ
ロツク９４０で説明した様にオープンされる。又
上述した様に、QDS１０はブロツク１１８０で
予約され、他のプロセツサが記憶ノード初期設定
中にQDS１０と相互作用するのが妨止される。
QDS１０中の制御レコード５００がブロツク１
１９０中で読取られる。 決定ブロツク１２００で起点がコールド・スタ
ートであるかどうかの決定がなされる。もし起点
がコールド・スタートならば、QDS１０の制御
レコード５００はブロツク１３１０で０が充填さ
れる。制御レコード５００中の各位置を０にする
事によつて、前回の使用によつて制御レコード５
００にあつた任意の情報が完全に消去される。 ブロツク１３２０で、記憶ノードとして初期設
定中のホスト・プロセツサのIDが制御レコード
５００内の記憶ノード（SN）セグメント５０２
の記憶ノードIDフイールド５１０に書込まれる。
ブロツク１３３０で、時間（タイム・スタンプ）
活動フイールド５２４の時刻が更新され、制御レ
コード５００がQDS１０中に書戻される。QDS
１０が解放され、記憶ノードのアクセス・タイマ
がブロツク１３４０でセツトされる。ここでコー
ルド・スタートの場合の記憶ノードの初期設定が
終了１３５０で終了する。 もし記憶ノードの起点が決定ブロツク１２００
によつてコールド・スタートでない事が判明する
と、決定ブロツク１２１０で起点がウオーム・ス
タートであるかどうかの決定がなされる。もし起
点がウオーム・スタートならば、決定ブロツク１
２４０で制御レコード５００の記憶ノードIDの
フイールド５１０中にある記憶ノードIDがホス
トIDと同じであるかどうかの決定がなされる。
決定ブロツク１２４０の決定に対する答がNOの
時は、現在記憶ノードとして初期設定されるてい
るホスト・プロセツサはウオーム・スタートの前
に記憶ノードとして働いていたホスト・プロセツ
サと異なる（この様な事は希である。それは所与
の複合システムでは通常一つのホスト・プロセツ
サが記憶ノードとして働いているからである）。
従つてオペレレータへの応答待ち書込み
（WTOR）がブロツク１２６０で遂行される。
WTOR手順で、タスクはオペレータが応答する
迄待機する。もしオペレータがホスト・プロセツ
サを記憶ノードに強制する様に決定ブロツク１２
７０で決定しない場合にはブロツク１２９０で誤
りルーチンが遂行され、QDS１０がクローズさ
れ解放され、この初期設定処理が終了１３００で
終了する。この誤りの通常の原因は正しくないホ
スト・プロセツサを記憶ノードとして指定した事
による。 もしオペレータがそのホスト・プロセツサを記
憶ノードにしなければならない事を指示した場合
には、実行は次頁結合子１２８０に進む。もし決
定ブロツク１２４０で制御レコード５００の記憶
ノードIDフイールド５１０中の記憶ノードIDが
HSMホスト・プロセツサIDと同じである事がわ
かると、実行は次頁結合子１２５０に進む。 もし、起点がコールド・スタートでもなく（ブ
ロツク１２００）、ウオーム・スタツートでもな
い（ブロツク１２１０）場合には、起点がホツ
ト・スタートでなければらない。ホツト・スター
ト中に、これと同じホスト・プロセツサが記憶ノ
ード状態を保持していなければならない。従つて
決定ブロツク１２２０で制御レコード５００中の
記憶ノードIDがHSMのホスト・プロセツサのID
と同じであるかどうかの決定がなされる。フイー
ルド５１０の記憶ノードIDがホスト・プロセツ
サIDと同じならば、記憶ノードの初期設定は、
完了しているので終了１２３０で終了する。 第９図を参照するに、第８図のフローチヤート
の続きが示されている。決定ブロツク１２４０に
おいて記憶ノードIDがHSMホスト・プロセツサ
IDと同じ事が決定されたウオーム・スタートで
は、実行は第８図の次頁結合子１２５０からオン
頁結合子１２５５を介して、ブロツク１３６０に
進む。決定ブロツク１２７０の決定に従い、この
ホスト・プロセツサが記憶ノードになる場合に
は、実行は第８図の次頁結合子１２８０からオン
頁結合子１２８５を介してブロツク１４５０で記
憶ノード・セグメント中にホストIDが置かれる。
ブロツク１３６０で制御レコード５００の割振り
ビツト・マツプ５２２を左から右に走査して、制
御レコード５００自体に対応するビツトの次の最
初の１を発見する。この最初の１はQDS１０の
最初の活動状態にある管理作業要素の位置を示し
ている。割振りビツト・マツプ５２２中のこの１
ビツトの位置は最初の活動状態の管理作業要素を
含むQDS１０内の相対レコードの番号を示す。 決定ブロツク１３７０中で、管理作業要素
（MWE）が見出されたかどうかの決定がなされ
る。従つて全割振りビツト・マツプを走査して１
を発見しなかつた時は決定ブロツク１３７０の決
定に対する答えはNOであり、全QDS１０は空き
である。ウオーム・スタートでQDS１０が空き
であると、活動時間フイールドの時刻がブロツク
１４２０で更新され、制御レコード５００が
QDS１０の相対レコード０中に書戻される。ブ
ロツク１４３０でQDS１０は解放され、記憶ノ
ードのアクセス・タイマが始動する。終了１４４
０はウオーム・スタートに基づく記憶ノードの初
期設定が成功裡に完成した事を示す。 管理作業要素が見出されると（ブロツク１３７
０）、決定ブロツク１３８０でその管理作業要素
が完成した管理作業要素であるかどうかの決定が
なされる。管理作業要素が完成していると、これ
はブロツク１３９０で正しい作業ノード作業完成
待ち行列中に置かれる。もし管理作業要素が完成
していないと、管理作業要素は記憶ノードの汎用
待ち行列中に置かれる。 管理作業要素が完成していて作業ノード作業完
了待ち行列中に置かれるか、もしくは完成してい
なくて記憶ノードの汎用待ち行列中に置かれるか
にかかわりなく、ブロツク１４００中で制御レコ
ード５００の割振りビツト・マツプ５２２が走査
され、次の管理作業要素が発見される。実行は決
定ブロツク１３７０にループ・バツクして、この
中で他の管理作業要素が存在するかどうかの決定
がなされる。他の管理作業要素が存在しない場合
には、実行は上述の様に終了１４４０に進む。も
し管理作業要素が見出されると、再び決定ブロツ
ク１３８０中でこれを作業ノード待ち行列に置く
か、記憶ノードの汎用待ち行列中に置くかの決定
がなされ、再びブロツク１４００中で割振りビツ
ト・マツプ５２２が走査される。 このループはQDS１０中のすべての管理作業
要素が探知される迄続く。この動作がウオーム・
スタートの記憶ノード初期設定中になされるの
は、QDS１０内の或る管理作業要素が完成して
いて、他の管理作業要素は完成していないが、後
の動作のためにすべての完成管理作業要素を夫々
の作業ノード待ち行列中に置き、完成していない
すべての管理作業要素を記憶ノード待ち行列中に
並べつくすための終詰処理が必要だからである。 E11 作業ノード管理作業要素検索 第１０図を参照するに、第５図のブロツク８３
０内の動作の詳細なフローチヤートが示されてい
る。ブロツク８３０中では、作業ノードが検索さ
れ、処理される。実行は決定ブロツク８２０から
決定ブロツク１４６０に進行し、作業ノードの
QDSアクセス・タイマが時詰間切れになつてい
るかどうかが決定される。もし、作業ノードのア
クセス・タイマが時間切れになつていないと、作
業ノードはまだQDS１０にアクセス出来ず、終
了１５４０に出る。 もし作業ノード・アクセス・タイマが時間切れ
になつていると、作業ノードはブロツク１４６０
に示した様にそれ自身の汎用待ち行列をロツクし
ている。これによつて作業ノード内で走行中の他
のタスクは作業ノード待ち行列にアクセス出来ず
作業ノード管理作業要素を検索する。（作業ノー
ドが管理作業要素を検索している間に汎用待ち行
列へのアクセスを許すと、待ち行列にする処理が
遮げられる）。ブロツク１４８０で管理作業要素
を検索する作業ノードはQDS１０を予約し、他
のホスト・プロセツサをQDS１０からロツク・
アウトする。ブロツク１４９０で作業ノードは
QDS１０から制御コード５００を読取る。 次に作業ノードはQDS１０の制御レコード５
００内の作業ノード・セグメントを探索する。決
定ブロツク１５００中で作業ノードがその作業ノ
ード・セグメントを発見したかどうかの決定がさ
れる。作業ノードがその作業ノード・セグメント
を見つけ得なかつた場合には、誤り条件が存在
し、ブロツク１５６０で作業ノード汎用待ち行列
がロツクされ、解放されて、処理は終了１５７０
で終了する。 上述の様に、作業ノードはQDS１０をアクセ
スする毎に、この誤り検査を行い、例えば媒体の
故障によるQDS１０中の情報の破壊を検出する。
作業ノードが検査した作業ノード・セグメントが
正確である事がわかると、QDS１０内の他のデ
ータが正しいという高い確信がもてる。それは多
くの故障は全レコードを破壊し、或るフイールド
を破壊して他のフイールドを完全に残すという様
な事がないからである。 作業ノード・セグメントが決定ブロツク１５０
０中で見出されると、決定ブロツク１５１０で制
御レコード５００の記憶ノードIDフイールド５
１０が０を含むかどうかの決定がなされる。フイ
ールド５１０の０値は記憶ノードが不活動状態に
あり、ブロツク１５６０中で誤り条件が発生され
て作業ノードの汎用待ち行列がクローズされ、解
放される。 記憶ノードIDフイールド５１０が０でない場
合には、ブロツク１５２０で時間活動フイールド
５２４中の時刻を調べて、経過時間が（例えば）
５分以内であるかどうかを知る。記憶ノードは
QDS１０をアクセスする度にフイールド５２４
中の活動時間を更新しているので、時間が５分以
上経つているという事は記憶ノードがかなりの時
間QDSをアクセスしていない事を示し、記憶ノ
ードの故障の様なシステムの故障がある事を示
す。 もし長時間の経過が発見されると（おそらく記
憶ノードが動作出来ない事を示す）、ブロツク１
５８０でオペレータへの返答待ち書込み
（WTOR）が行われる。さらに決定ブロツク１５
２０が時間が５分以上経つている事を決定した時
に処理中の管理作業要素があつて、オペレータが
WTORに取消し指令で応答する時は管理作業要
素は取消される。オペレータの応答が続けよであ
れば、管理作業要素は消去されない。時間が５分
以上経つていない時は、実行は次頁結合子１５３
０に続く。 第１１図を参照するに、頁結合子１５３５は第
１０図の次頁結合子１５３０に継つている。決定
ブロツク１５９０で、作業ノード汎用待ち行列か
ら受取つた管理作業要素が既にQDS１０内の記
憶ノード待ち行列中にあるかどうかの決定がなさ
れる。作業ノード汎用待ち行列は予定作業をタス
ク指名し、完成した作業を受取るための汎用記憶
装置である。従つて作業ノード汎用待ち行列内の
種々の管理作業要素は、これを記憶ノード待ち行
列中に置くべきか、もしくはこれに既に置かれて
いるかもしくは記憶ノードによつて既に処理され
たかを決定しなければらない様な種々の状態にあ
る。 例えば、作業ノード汎用待ち行列内の管理作業
要素にはQDS１０に通知されるのを待つている
か、QDS１０に通知されてはいるが完成してい
ないか、完成して検索されたが、削除されていな
いものがある。管理作業要素が既にQDS１０に
存在する時には実行は決定ブロツク１６６０に分
岐し、ここで作業ノード汎用待ち行列中にさらに
管理作業要素（WNE）が存在するかどうかを示
す決定がなされる。 もし作業ノード汎用待ち行列中の管理作業要素
が、決定ブロツク１５９０で判明する様に、予じ
めQDS１０中になければ、決定ブロツク１６０
０で管理作業要素が削除可能であるか、待機型の
作業要素であるかどうかが決定される。要素が削
除可能であるならば管理作業要素はブロツク１７
００において除去され、実行は決定ブロツク１６
６０に進み、さらに管理作業要素が存在するかが
決定される。ブロツク１７００での除去は作業ノ
ード汎用待ち行列から管理作業要素を取除き、取
除かれた管理作業要素は要求者に戻される。 決定ブロツク１６００によつて判明する様に、
管理作業要素が待機型で削除型でなければ、決定
ブロツク１６１０で作業ノード汎用待ち行列中の
管理作業要素がQDS１０内の記憶ノード予定作
業待ち行列中に並べなければならないかどうかの
決定がなされる。もし考察中の管理作業要素が局
所的に処理される作業ノード要求であれば、決定
ブロツク１６１０の決定に対する答はNOであ
り、実行は上述の如く決定ブロツク１６６０に進
む。 考慮中の管理作業要素が、決定ブロツク１６１
０で決定された結果、記憶ノード予定作業待ち行
列に加えなければならないものである時は、
QDS１０内の割振りビツト・マツプ５２２がブ
ロツク１６２０で走査され、マツプ５２２内の相
対ビツト位置の０によつて示される最初に利用出
来る相対レコードを発見する。ブロツク１６２０
の走査で利用可能なレコードが発見されると、管
理作業要素がブロツク１６３０でその利用可能な
レコード中に保管される。 この管理作業要素はQDS１０中の記憶ノード
予定作業待ち行列中に並べられるが、この時記憶
ノード・ポインタ・フイールド５１２中に存在す
る相対レコード番号を並べられた管理作業要素の
相対レコード番号フイールド５４４に書込み、管
理作業要素が挿入されたレコードの相対レコード
番号を制御レコード５００の記憶ノード・ポイン
タ・フイールド５１２に書込む。ブロツク１６３
０に示す様に管理作業要素を配列した時、実行は
ブロツク１６７０に進み、更新制御レコード５０
０をQDS１０に書戻す。この動作が必要なのは、
作業ノードは管理作業要素を記憶ノード待ち行列
に加えた時に、制御レコード５００のポインタ・
フイールド５１２を更新するが、この情報を変更
した時にQDS１０に書込んで、作業ノード汎用
待列の処理が完成する前にこの実行が割込まれた
場合にQDS１０の完全性を保持しなければなら
ないからである。 決定ブロツク１６４０で、記憶ノード予測作業
待ち行列に加えられた管理作業要素が非待機型管
理作業要素であるかどうかの決定がなされる。管
理作業要素が待機型の管理作業要素である場合に
は、実行は決定ブロツク１６６０に進み、上述の
様に作業ノード汎用作業要素中にさらに管理作業
要素が存在するかどうかの決定がなされる。もし
記憶ノード待ち行列に加えられる管理作業要素が
決定ブロツク１６４０で判明する様に非待機型の
管理作業要素である時は、記憶ノード予定作業待
ち行列に加えた管理作業要素はブロツク１６５０
で作業ノード汎用待ち行列からはずされる。管理
作業要素が非待機型の要素である時には、作業ノ
ードはこれを待つていないので、記憶ノードは作
業ノード待ち行列中に応答を置く必要はない。 ブロツク１６５０で作業ノード汎行待ち行列か
ら管理作業要素をはずした後、実行は決定ブロツ
ク１６６０に進みここで作業ノード汎用待ち行列
中にさらに管理作業要素が存在するかどうかの決
定がなされる。作業ノー汎行待ち行列中にさらに
管理作業要素が存在する時は、ループが繰返され
て、決定ブロツク１５９０から始まつて、ここで
作業ノード汎用待ち行列中の次の管理作業要素が
既に存在するかどうかが決定される。 このループは記憶ノードの予定作業待ち行列中
に置かれるべき作業ノード汎用待ち行列のすべて
の管理作業要素が処理される迄繰返される。すべ
てのこの様な管理作業要素が処理された時、実行
は決定ブロツク１６６０から次頁結合子１６８０
に進む。この時、作業ノードは管理作業要素を記
憶ノード待ち行列中に置き終え、次頁結合子１６
８０を介して、完成した管理作業要素を記憶ノー
ドから検索して戻す段階に進む。完成した管理作
業要素は記憶ノードによつて各作業ノードの作業
完了待ち行列中に置かれる。 E12 作業ノード−管理作業要素の完成 第１２図を参照するに、管理作業要素を検索す
る第５図のブロツク８５０の機能のより詳細なフ
ローチヤートが示されている。作業ノードがその
管理作業要素を記憶ノード予定作業待ち行列中に
置き、完成した管理作業要素をその作業完成待ち
行列から検索する用意が出来た時、実行は第１１
図の次頁結合子１６８０から頁結合子１９５０に
進む。ブロツク１９６０で、作業ノードの作業完
成ポインタが保管される。例えば、この処理を実
行している作業ノードが作業ノード１である時に
は、QDS１０の制御レコード５００のポイン
タ・フイールド５１６が保管される。この処理を
作業ノード２が処理している時は、ポインタ・フ
イールド５２０が保管される。 決定ブロツク１９７０で保管ポインタが０であ
るかどうかの決定がなされる。ポインタが０でな
い時は、作業ノードの作業完成待ち行列は空でな
く、記憶ノードが作業ノードのためのいくつかの
管理作業要素を完成している事を意味している。
これ等の完成管理作業要素は作業ノードによつて
検索されなければならない。管理作業要素を検索
するために、ブロツク２０３０において、作業ノ
ードはブロツク１９６０において保管しておいた
制御レコード５００の適切なポインタ・フイール
ドのポイントが指示する管理作業要素を読取る。
この要素は作業ノードの作業完成待ち行列上に最
後に置かれた完成した管理作業要素である。この
管理作業要素がブロツク２０４０でこれを検索し
てる作業ノードの汎用待ち行列にコピーされる。 ブロツク２０４０で作業ノードの汎用待ち行列
にコピーした管理作業要素の相対レコード番号フ
イールド５４４は作業ノードの作業完成待ち行列
中の次の管理作業要素を指摘する。このポインタ
はブロツク２０５０で保管され、作業ノードが次
の管理作業要素をQDS１０から検索出来る様に
する。 作業ノードのバツフア中にある制御レコード５
００は作業ノードの待ち行列の次の管理作業要素
の相対レコード番号を適切なポインタ・フイール
ド、例えば作業ノード１のためのフイールド５１
６に書込む事によつて更新される。次に制御レコ
ード５００はQDS１０に書戻される。作業ノー
ドがその作業完成待ち行列を検索している間に
HSMの動作を突然停止させる様な誤りが生じた
場合には、この様な手段でQDS１０が更新され
る。ブロツク２０６０で管理作業要素の呼出者に
要求した機能が完成した事が知らされる。 次に実行は決定ブロツク１９７０に戻り、ブロ
ツク２０３０でQDS１０から検索した管理作業
要素の相対レコード番号フイールド５４４中から
読取つたポインタが０であるかどうかが決定され
る。ポインタが０でない時は作業ノードの作業完
成待ち行列は空でなく、ブロツク２０３０，２０
４０，２０５０及び２０６０を含むループが繰返
される。待ち行列が空きで０に等しいポインタが
QPS１０から読取つた最後の管理作業要素の相
対レコード番号フイールド５４４中に存在する時
は、ブロツク１９８０で作業ノード汎用待ち行列
がアドレスされる。次に実行は次頁結合子１９９
０に進む。 次に第１３図を参照するに、実行は次頁結合子
１９９０からオン頁結合子２１２０に導入する。
決定ブロツク２０７０で、作業ノードの汎用待ち
行列中に管理作業要素が存在するかどうかの決定
がなされる。もし存在しない時は、作業ノードは
管理作業要素を記憶ノード予定作業待ち行列中に
並べる処理とそれ自身の作業完成待ち行列から完
成した管理作業要素をはずす処理の両方を完了し
ている。ブロツク２１３０でQDS１０及び作業
ノードの待ち行列が解放される。さらにブロツク
２１３０で、作業ノードのアクセス・タイマが始
動する。この処理は終了２１４０で終わる。 ブロツク２０７０で、作業ノード汎用待ち行列
中にまだ管理作業要素が存在すると、決定ブロツ
ク２０８０中で管理作業要素が完成してQDS１
０中に通知されたかどうかが決定される。管理作
業要素が完成していて通知されていると、決定ブ
ロツク２０９０で完成し通知された管理作業要素
の受取りを呼出者が肯定応答したかどうかについ
ての決定がなされる。もし受信に肯定応答がなさ
れていると、管理作業要素は完全にQDS１０か
ら除去され、ブロツク２１００に示した様に割振
りビツト・マツプ５２２中の対応するビツトが０
にされ、更新制御レコード５００がQDS１０に
書込まれる。次にブロツク２１１０で管理作業要
素は作業ノードの汎用待ち行列からはずされる。
第１３図に示したループは作業ノード汎用待ち行
列中にもはや管理作業要素がなくなる迄繰返さ
れ、終了２１４０で通常の終了が生ずる。 E13 記憶ノード−予定作業の検索 第１４図を参照するに、記憶ノードが処理すべ
き管理作業要素を探索する方法の流れ図が示され
ている。この図は第５図のブロツク８７０
〔MWEの検索、処理〕の詳細である。実行はブ
ロツク８６０から決定ブロツク１７１０に進み、
ここで記憶ノードのアクセス・タイマが時間切れ
になつているかどうかの決定がなされる。もし記
憶ノードのアクセス・タイマが時間切れになつて
いない時には、記憶ノードはQDS１０にアクセ
ス出来ず、終了１７８０で終了する。 記憶ノードのアクセス・タイマが時間切れであ
ると、記憶ノードはQDS１０へのアクセスが許
容され、ブロツク１７２０で記憶ノード汎用待ち
行列をロツクして、記憶ノードがQDS１０をア
クセスしている間に記憶ノードで走行中のタスク
が汎用待ち行列を妨害しない様にされる。ブロツ
ク１７３０で記憶ノードQDS１０を予約し、す
べての作業ノードを閉出し、ブロツク１７４０で
QDS１０から制御レコード５００を読取る。次
に実行は次頁結合子１７７０を介して他の図面に
移る。 第１５図を参照するに、実行は次頁結合子１７
７０からオン頁結合子１７７５へ進む。決定ブロ
ツク１８１０でQDS１０中の制御レコード５０
０の記憶ノード・ポインタ・フイールド５１２内
の記憶ノードの予定作業ポインタが０であるかの
決定がなされる。ポインタ・フイールド５１２中
の記憶ノードの予定作業ポインタが０の場合に
は、記憶ノードの予定作業待ち行列は空きであ
り、実行はオフ頁結合子１８９０に進行する。さ
らに決定ブロツク１８１０でなされる決定は
QDS１０の内容を無効にする媒体の故障を検出
するのを助ける。 決定ブロツク１８１０によつて記憶ノードの予
定作業待ち行列中に管理作業要素が存在する事が
決定されると、ブロツク１８２０中で予定作業ポ
インタが保管され、記憶ノード予定作業ポイン
タ・フイールド５１２に０が置かれる。ポイン
タ・フイールド５１２を０にする事によつて新ら
しい記憶ノード予定待ち行列が作業ノードにより
構築出来、この間に現在の予定作業待ち行列は記
憶ノードによつて処理可能になる。 さらにブロツク１８２０で活動時間フイールド
２４の時間が更新される。QDS１０を更新した
ものがブロツク１８３０で保管され、ブロツク１
８４０でQDS１０が記憶ノードによつて解放さ
れる。この解放によつて作業ノードはQDS１０
にアクセツが可能になり、他の記憶ノード予定作
業待ち行列を非同期的に構築し、完成した管理作
業要素の検索が可能になる。ブロツク１８２０で
記憶ノードによつて保管された記憶ノード・ポイ
ンタ・フイールド５１２からのポインタによつて
指示された管理作業要素がQDS１０から読取ら
れる。この管理作業要素はブロツク１８６０で記
憶ノードの汎用待ち行列中に並べられる。記憶ノ
ードがQDS１０にアクセスしている間に記憶ノ
ードが予定作業待ち行列の処理を進める事が出来
るのは記憶ノードの待ち行列の処理ポインタを変
更せず、同期的な解放がないからである。 ブロツク１８７０において、ブロツク１８６０
で記憶ノード汎用待ち行列中に並べられた管理作
業要素の相対レコード番号フイールド５４４が読
取られ、待ち行列中にさらに管理作業要素が存在
するかどうかを決定するのに使用し、もし存在す
る時は次の要素がどこに存在するかが決定され
る。従つて決定ブロツク１８８０では、相対レコ
ード番号フイールド５４４が０であるかどうかを
決定する。 もしポインタが０でなければ、待ち行列中には
少なく共１つ以上の管理作業要素が存在し、実行
ループはブロツク１８５０に戻つて、この管理作
業要素を読取る。ブロツク１８５０を決定ブロツ
ク１８８０を介して実行する時は、前の管理作業
要素のフイールド５４４が使用されて、次の管理
作業要素を読取る。記憶ノード汎用待ち行列中に
並べられた最後の管理作業要素のフイード５４４
のポインタが０である時は記憶ノード予定作業待
ち行列中にはもはや管理作業要素が存在せず、実
行は決定ブロツク１８８０から次頁結合子１８９
０に進む。 E14 記憶ノード−管理作業要素の完成 次に第１６図を参照するに、第１５図の次頁結
合子１８９０はオン頁結合子２１５０に続く。
QDS１０はブロツク１８４０で記憶ノードによ
つて解放されているので、記憶ノードはQDS１
０をブロツク２１６０で再び予約しなければなら
ない。記憶ノードは、再びブロツク２１７０で制
御レコード５００を読取り、ブロツク２１８０で
記憶ノードの汎用待ち行列の最上部をアドレスす
る。次に実行は次頁結合子２１９０で次頁に進
む。 第１７図を参照するに、第１６図の次頁結合子
２１９０は頁結合子２１９５に続く。決定ブロツ
ク２２１０で、記憶ノード汎用待ち行列に管理作
業要素が存在するかどうかが決定される。もし存
在する時は決定ブロツク２２２０で管理作業要素
が完成し、QDS１０中に存在するかどうかの決
定がなされる。もし管理作業要素が完成し、
QDS１０中に存在する時はブロツク２２５０で
管理作業要素が待機型管理作業要素であるかどう
かの決定がなされる。 管理作業要素が待機型作業要素である時は、適
切な作業ノード・セグメントの作業ノードのポイ
ンタ・フイールド中にポインタはブロツク２２６
０でその作業ノードの作業完成待ち行列に並べら
れている管理作業要素の相対レコード番号フイー
ルド５４４に保存される。さらに、並べられた管
理作業要素の相対レコード番号（RRN）が適切
な作業ノード・セグメントのポインタに書込まれ
る。例えば、管理作業要素が作業ノード１によつ
て通知された場合には、並べられた管理作業要素
の相対レコード番号はポインタ・フイールド５１
６に記憶される。 ブロツク２３４０で完成した管理作業要素は
QDS１０の作業ノード・ポインタ・フイールド
に保存された位置に書込まれ、更新制御レコード
５００がQDDS１０の相対レコード０に保存され
る。管理作業要素はブロツク２３５０で記憶ノー
ドの汎用待ち行列からはずされる。次に実行は決
定ブロツク２２１０にループし、ここで記憶ノー
ドの汎用待ち行列中にさらに管理作業要素が存在
するかどうかが決定される。 処理中の管理作業要素が決定ブロツク２２５０
によつて決定さる様に待機型の管理作業要素でな
い時は、管理作業要素に対応する割振りビツト・
マツプ５２２中のビツトはブロツク２３２０で０
にされる。さらにブロツク２３３０で記憶ノード
汎用待ち行列から管理作業要素が剥脱される。次
に実行は決定ブロツク２２１０にループし、上述
の様に記憶ノードの汎用待ち行列中に追加の管理
作業要素が存在するかどうかが決定される。決定
ブロツク２２１０によつて記憶ノード汎用待ち行
列中にもはや管理作業要素が存在しない事がわか
ると、活動時間フイールド５２４の時刻がブロツ
ク２２７０で更新され、制御レコード５００が
QDS１０の相対レコード０に書込まれる。ブロ
ツク２２８０でQDS１０及び記憶ノード汎用待
ち行列が記憶ノードによて解放され、記憶ノード
のアクセス・タイマがセツトされる。次に実行は
終了２２９０で終了する。 Ｆ 発明の効果 以上説明したように、本発明によれば、多重プ
ロセツサ・システムの複数のプロセツサの１つを
記憶ノードに指定し、残りのプロセツサを作業ノ
ードに指定する事によつてデータ記憶ボリユーム
に効率に効育が高められる。

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図は複数の周辺データ記憶装置を有する
多重ホスト・データ処理システムの簡単なブロツ
ク図である。第１Ｂ図は本発明によつて定義され
る空間及び定義域を示す変形ベン図である。第２
Ａ図はホスト・プロセツサのための共通のデー
タ・セツトである待ち行列データ・セツトを示す
図である。第２Ｂ図は第２Ａ図の待ち行列デー
タ・セツトに並べる事が出来る通信データ・パケ
ツトのキー・フイールドを示す図である。第３
図、第４図、第５図は本発明の多重ホスト・デー
タ処理システムのホスト・プロセツサで同時に実
行される計算機プログラムの初期設定及びシヤツ
トダウン処理を示す簡単なフローチヤートであ
る。第６図、第７図は移送及びバツクアツプ空間
を独占的に制御しないノードの１つのための待ち
行列初期設定を示す詳細なフローチヤートであ
る。第８図、第９図はマイグレーシヨン及びバツ
クアツプ空間を独占的に制御するノードのための
待ち行列初期設定を示す詳細なフローチヤートで
ある。第１０図、第１１図、第１２図及び第１３
図は移送及びバツクアツプ空間を排他的に制御し
ないノードの１つのための通信データ・パケツト
の検索及び処理を示す詳細なフローチヤートであ
る。第１４図、第１５図、第１６図及び第１７図
は移送及びバツクアツプ空間を独占的に制御する
通信データ・パケツトの検索及び処理を示す詳細
なフローチヤートである。 １０……待ち行列データ・システム（QDS）、
１５……多重プロセツサ・システム、５０……
HSM管理空間、６０……HSM所有空間、６３…
…マイグレーシヨン空間、６６……バツクアツプ
空間、１００，１１０，１２０，１３０，１４
０，１５０……直接アクセス記憶装置（DASD）、
２００，２１０，２２０，２３０……CPU、１
６０，１７０，１７５……移送空間の２次ボリユ
ーム、１８０，１８５，１９０，１９５……バツ
クアツプ空間のボリユーム。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 多重プロセツサ・システムのプロセツサのす
   べてにアクセス可能な、少なくとも共通にアクセ
   ス可能な記憶媒体を有する多重プロセツサ・シス
   テム中で、サービス要求を発生する多くの同時的
   な処理を制御する方法であつて、 (a) 多重プロセツサ・システムのプロセツサの１
   つを記憶ノードとして指定し、 (b) 多重プロセツサ・システムの残りのプロセツ
   サを作業ノードとして指定し、 (c) 作業ノード中の処理によつて発生したサービ
   ス要求を認識し、 (d) 上記サービス要求を上記共通にアクセス可能
   な記憶媒体に送り、 (e) 上記記憶ノードが上記共通にアクセス可能な
   記憶媒体から上記サービス要求を検索して、処
   理する段階を含む、 作業ノードの各々と記憶ノードが記憶媒体だけ
   を通じて通信する事を特徴とする多重プロセツ
   サ・システム中の多重同時処理制御方法。