JPH0358145A - Ｓｍｓのマツプ管理方法 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ．産業上の利用分野 本発明は、ＣＰＵシステム管理式記憶機構（ＳＭＳ）に
関し、具体的には、オブジェクトの保全性と回復可能性
を保証し、その中にあるアクセス・パス構成を確保する
ための方法に関する。

Ｂ．従来の技術 本発明の評価を行なうために、以下の各段で、ＣＰＵ及
び記憶機構の物理的及び論理的編成の諸態様を簡潔に説
明する。すなわち、階層段式記憶機構、要求時ページン
グ仮想記憶機構、マップの役割、従来技術によるマップ
の使用、及び検証／回復のためのその他のデータ冗長構
成について説明する。

Ｂ１．ＣＰＵ及び段式（ｓｔａｇｅｄ．ステージされる
）記憶機構 最新のデータ処理装置は、ソフトウェア及びデータを含
む、階層的に編成されＬＲＵ管理された段式記憶システ
ムと連動する命令プロセッサを含んでいる。最高速の最
も迅速にアクセスされる記憶機構は、命令プロセッサの
最も近くに位置する。

また、それは最上の階層に位置する。大量の情報が書き
込まれる低速の記憶機構は、低速になるほど階層内では
より低い位置を占める。

記憶コストは速度とともに急上昇するので、多くのコン
ピュータ・システムでは、物理的記憶サブシステムをい
くつかの性能レベルに分割している。これらのレベルの
いくつか、たとえばＤＡＳＤやテープは、周辺入出力装
置として扱われており、非同期パスを介してアクセスさ
れる。その他のレベル、たとえばＲＡＭやキャッシュは
、システム・ハードウェアによって直接に扱われ、内部
記憶機構の一部として同期パスを介してアクセスされる
。

「内部記憶機構」という用語は、１回の読取り／書込み
転送のためにランダムにアドレス可能な記憶機構部分を
指す。ＩＢＭシステムでは、内部記憶機構は、拡張部分
（「拡張記憶機構」）を除き、バイト・アドレス可能で
ある。拡張記憶機構は、ブロックまたはページのアドレ
ス可能（４０９６バイト／ブロック）単位ごとにランダ
ムにアクセスされる。拡張記憶機構は、ＬＲＵ実メモリ
によってバックアップされたページング記憶機構として
管理される。最後に、「外部記憶機構」は、ランダムに
アドレスできない記憶機構の大容量部分を言い、ＤＡＳ
Ｄにおけるように直接アクセスしなければならない。

内部記憶機構は、プロセッサが、内部記憶機構を参照す
るために使用中であるとき、「同期している」とみなさ
れる。しかし、探しているデータが（「入出力境界」と
呼ぶ点を越えて）外部記憶機構内にある場合には、参照
中のプロセッサは、実行すべき別のタスクを探し、待機
はしない。このタスクまたは処理の切替えは、新しいデ
ータに対する取出しパスを確立しなければならず、前の
タスクの処理状態をセーブしなければならないので、破
壊的である。外部記憶機構からの取出しが完了したとき
、再びＣＰＵを前の処理またはタスクに切替える必要が
ある。

Ｂ２．要求ページング仮想記憶機構 「仮想記憶機構」は、ＣＰＵの内部記憶機構内で利用可
能な記憶空間よりずっと大きい記憶空間のアドレス方法
である。仮想記憶機構は、空間及び時間における参照の
局在性を利用している。すなわち、処理は、非均一な高
度に局在化したパターンで記憶機構を参照する傾向があ
る。そのため、少量の実記憶機構で、ずっと大きな量の
仮想記憶機構をバックアップすることができる。参照さ
れたデータが内部記憶機構内で得られない場合には、外
部記憶機構から取り出す。

仮想要求時ページング・システムでは、各処理は、その
仮想ページのあるサブセットを活発に参照する。システ
ムのページ管理容量は、スロットまたは「ページ・フレ
ーム」の数に関する上限によって定量される。すなわち
、ページ・フレームの数は、それらのページ・フレーム
をサポートするために取っておかれる内部記憶機構の量
に関係している。処理によって参照されたページのサブ
セットの和が、ページ・フレームの数を超えた場合には
、障害が生ずることになる。「障害」は、外部記憶機構
にアクセスする必要があるということと同義である。な
ぜなら、参照されたページが、ＬＲＵ管理内部記憶機構
内になかったわけだからである。この状態にあるシステ
ムを、「ページング中」であると言う。

Ｂ３．ディレクトリ、マップ、及びそれらに関する従来
技術による冗長構成の使用 ＣＰＵ上で走っている適用業務は、情報をデータとして
見る。適用業務は、識別子をＳＭＳに供給し、ＳＭＳを
利用して、マップを使ってそれと関連するデータ・ブロ
ックを位置づけ、編成し、取り出すことができる。比較
的単純な記憶管理システム、たとえばパーソナル・コン
ピュータ及びそのオペレーティング・システムと連動す
る記憶管理システムでは、インデックス・マップが、テ
キスト・ストリーム及びその他のオブジェクトのＤＡＳ
Ｄ上の位置を指す。このマップに欠陥があれば、オブジ
ェクトにアクセスすることはできない。こうした欠陥は
、ソフトウェア欠陥、媒体欠陥、またはアクセス・パス
内の読取り／書込み障害のいずれかである。１つの解決
方法が、米国特許第４７５０１０Ｅ３号に記載されてい
る。

上記特許は、ＤＡＳＤベースの木構造データ・セット・
インデックスに適用できるような、欠陥修復のための「
シャドウ処理」の使用を開示している。第１に、インデ
ックスまたは「マップ」が第ＩＤＡＳＤコピーから既知
のオフセットだけ離れた位置にある２重コピーとしてＤ
ＡＳＤ上に維持される。第２に、「マップ」エラーが検
出されると、位置決め及び回復を支援するために、イン
デックスの一番左のリーフ・ノード走査によるインデッ
クスの精細走査が呼び出される。

因みに、「シャドウ」と言う用語は、更新されたオブジ
ェクトが最初に外部記憶装置に書き込まれるとき、シス
テムが元のオブジェクトに重ね書きしないという慣行を
言う。その代わりに、更新されたオブジェクトは、外部
記憶装置上の別の場所に書き込まれ、対応するディレク
トリが、更新されたオブジェクトを指すように変更され
る。古いオブジェクトは、更新されたオブジェクトの「
シャドウ」である。このシャドウ・コピ一方式は、その
データ内に以前に存在したすべての物理的クラスタ構成
を破壊するので、不都合である。

ＣＰＵ　　ＳＭＳが、単一レベルのアドレス可能な仮想
記憶機構として処理／適用業務の並行実行をサポートし
ている場合には、様々な誤りのレベルを関係づけるマッ
プがたくさんできる。この点に関して、１つのマップが
、適用業務によって提供されるデータ識別子を仮想記憶
アドレスに関連づけ、別のマップが、仮想記憶アドレス
を、内部記憶装置または外部記憶装置のいずれかまたは
両方中のアドレスに関連づけることができる。

本発明では「記憶マップ」という用語は、広義には、デ
ータ・オブジェクト識別、属性、記憶装置ＩＤ，記憶ま
たは処理の状況、妥当性、記憶位置のうちの少なくとも
２つの間のコンコーダンスを提供する、ディレクトリ、
インデックス、リスト、テーブル、またはカタログを含
むものとする。

Ｂ４．冗長構成及びマップのその他の使用記憶マップに
関する従来技術による冗長構成のその他の使用は次の文
献に出ている。

（１）米国特許第４２０７Ｅ３０９号明細書（２）米国
特許第４０９２７３２号明細書（３）フェルナンデス（
　Ｆｅｒｎａｎｄｅｚ　）等の論文「データベースの安
全保護と保全性Ｊ　　（ＤａｔａｂａｓｅＳｅｃｕｒｉ
ｔｙ　ａｎｄ　Ｉｎｔｅｇｒｉｔｙ）　Ｊ　、Ｔｈｅ　
ＳｙｓｔｅｍＰｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｓｅｒｉｅｓｓ
アデイソンーウエズリー出版社（Ａｄｄｉｓｏｎ−ｌｌ
Ｉｅｓｌｅｙ　Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ　Ｃｏ．　）　１
　９　８１年刊、Ｉ）ｐ．１４０−１４１ 文献（１）は、冗長マップを使って、ホストが共用記憶
制御装置（ＩＢＭ３８８０）を介したデータに対する経
路を確立できるようにすることを開示している。

文献（２）は、同じ論理ファイルからのブロックをＮ−
１台のＤＡＳＤに散在させて、Ｎ番目のＤＡＳＤにバリ
ティ・ブロックを記録することを開示している。このバ
リティ・ブロックは、他のＮ−１個のブロックのパリテ
ィ内容をＸＯＲＬたものである。単一のアクセス不能な
ＤＡＳＤからノ内容は、バリティ・ブロックと、残りの
Ｎ−２個のアクセス可能なＤＡＳＤ上に記憶されたブロ
ックのＸＯＲから回復することができる。

文献（３）は、メモリのページと、ＤＡＳＤ上のそれら
の位置の間の２重マッピングを使用して、あるページの
現在及び過去の情報を整合させるものである。

Ｃ．発明が解決しようとする課題 本発明の目的は、記憶マップ保全性の整合状態を維持す
るための方法を提供することである。

本発明の上記に関連する目的は、このような方法によっ
て、ＣＰＵ記憶マップがいつ壊れたかを確認し、相関的
に以前の整合状態への回復を保証することである。

本発明の別の目的は、このような方法によって、壊れた
情報のソースを識別し、またはその他の形で特定し、早
期検出によって障害の拡大を防止することである。

本発明の別の目的は、このような方法によって、情報冗
長構成を利用して、新規な方式で記憶マップの状態を検
査し回復することである。

Ｄ．課題を解決するための手段 上述の目的に関して、各マップ・エントリを複製し、そ
れを対応データ・ブロックにその接尾部として付加し、
記憶するために書き込むと、その接尾部と対応するマッ
プ・エントリとの間の照合によって、各原子的読取り／
書込みアクセスの一部分としてマップの保全性を検証で
きることを思いがけず発見した。マップを回復するには
、データ・ブロックの接尾部から再構築するだけでよい
。

当然、削除したが消去されていないデータ・ブロックの
接尾部を使用することができる。

マップ・エントリの各複製が、その対応するデータ・ブ
ロックの接頭部または接尾部となりうるかについては議
論の余地がある。しかし、そのようなｍ製を、ＩＢＭシ
ステム／３８などの単一レベル・アドレス可能（仮想）
記憶機構をもつＣＰＵ内のデータ・ブロックの接頭部と
して使用すると、その接頭部は、構成の異なるフィール
ドの数、または仮想域全体にわたってアクセスできる範
囲に関して、容量が制限されることも思いがけず発見さ
れた。また妥当性検査コードは、必然的に主体ビット・
ストリングに接尾部をつけるので、役立たない。したが
って、この接尾部は、データ・ブロックに対する付加選
択モードとなった。

具体的には、上述の目的は、データ・ブロックに対する
読取り／書込みアクセスが分割不能な（原子的）動作（
アトミック・オペレーション）によって行なわれ、さら
にデータ・ブロック位置及びデータの記述を定義してい
るマップに対する参照が行なわれるという、ＣＰＵ制御
のシステム管理式記憶機構（ＳＭＳ）で達成される。

マップの保全性を保証し、前記の目的を達成するための
方法は、 （ａ）マップ情報のデータ・ブロックに関係する部分を
複製し、複製した部分を前記データ・ブロックに付加し
、両者を持久性ＳＭＳにその分割不能部分として書き込
むステップと、（ｂ）各読取り／書込みアクセスに応答
してカウンターパートのデータ・ブロックによって記憶
された部分とマップ内にある部分を突き合わせて、その
アクセスの分割不能部分を形成するステップと、（ｃ）
突き合わせて不一致があった場合、データ・ブロックの
復製した部分から前記マップを再構築するステップを含
む。ただし、その部分は、マップと同じタイプを持つ情
報に限られる。

Ｅ．実施例 Ｅｌ．本発明の方法を実行するためのホストＣＰＵ環境 本発明は、汎用コンピュータ、たとえばＩＢＭＭＶＳオ
ペレーティング・システムを搭載したＩＢＭ／３８０ま
たは３７０アーキテクチャのＣＰＵで都合よく実施でき
る。ＩＢＭ／３６０アーキテクチャのＣＰＵは、米国特
許第３４００３７１号に詳しく記述されている。

ＭＶＳオペレーティング・システム（ＯＳ）は、ＩＢＭ
刊行物ＧＣ２８−１　１　５０　ｒＭＶＳ／拡張アーキ
テクチャ・システム・プログラミング・ライブラリ：シ
ス−テム・マクロ及び機能Ｊ　、Ｖ　ｏ　ｌ　．１に記
述されている。標準ＭＶＳまたはその他のオペレーティ
ング・システム・サービス、たとえばロック管理、割込
みまたはモニタによるサブシステム呼出し、タスクの通
知及び待機の詳細は省略する。これらのＯＳサービスは
、当業者によく理解されていると思われる。

Ｅ２．マップ・エントリ及び接尾部 第１図は、データ・ブロックまたはファイルと関連し、
そのブロックに付加する接尾部としても働く、典型的な
ｌ組のマップ・フィールドを示している。これらのマッ
プ・フィールドは、識別子、ブロック番号、オブジェク
トの特性、外部記憶アドレス、ブロック状況、及び妥当
性検査の各フィールドを含む。

ファイル識別子は、適用業務によって供給される。ブロ
ック番号またはページ番号は、ＬＲＵ管理のために要求
時ページング仮想記憶機構によって利用される。オブジ
ェクト特性は、ファイル長及びファイル・タイプを含む
ことが好ましい。外部記憶アドレスは、ＤＡＳＤ上の実
アドレスである。もちろん、ＳＭＳ記憶アドレス（仮想
または実あるいはその両方）も同様に対処することがで
きる。ブロック状況は、ブロックをコピーした回数を含
む。最後に、妥当性検査フィールドは、たとえば、交互
パターン（すなわち１０１０　　０１０１　　０１０１
　　１０１０）などの特殊コードを含み、それが変わる
と、ＤＡＳＤに対するハードウェア書込みパス内の障害
を示す。

ブロック状況に関しては、同じコピー数をもつファイル
内のすべてのブロックを更新することが望ましいと仮定
する。さらに、このシステムが、更新動作中に、ある時
間の間暴走したと仮定する。

コピー動作では、間違った情報をある場所から別の場所
に、たとえば媒体に欠陥のある場所から、媒体に難点の
ない場所に複製することができる。

ブロック状況フィールド内のコピー・カウントは、伝播
の広がりを示す。

Ｅ３．分割不能コマンド 各記憶コマンドによって実行される動作は分割不能なた
め、ＳＭＳ状態の整合性が保証される。

コマンドが完了した場合、その中で指定されたすべての
動作が完了し、新しいＳＭＳ状態が存在する。そうでな
い場合は、そのコマンドは失敗し、ＳＭＳ状態は変更さ
れないままとなる。

本発明では、「データ・ブロック」という用語と「ファ
イル」という用語は同義である。適用業務の観点からす
ると、ファイルは抽象的データ・タイプである。すなわ
ち、ファイルは、作成し、開き、書き込み、巻き戻し、
読み取り、閉じ、削除することができる。ＷＲＩＴＥ　
　ＣＲＥＡＴＥとその他のＷＲＩＴＥコマンドの違いは
、ＷＲ■ＴＥ　　ＣＲＥＡＴＥでは、マップ・エントリ
を構成するフィールドを獲得し、それらのフィールドを
複製し、複製したフィールドを接尾部としてファイルま
たはデータ・ブロックに付加し、ブロック及び接尾部を
分割不能に外部記憶装置内のアドレスに書き込む必要が
あることである。

第２図は、本発明で使用するＷＲＩＴＥ　　ＣＲＥＡＴ
Ｅコマンドの高レベルの流れ図を示している。このコマ
ンドは、ＳＭＳに対するＣＡＬＬから構成され、ファイ
ルＩＤ，ブロック番号、ファイルまたはオブジェクトの
特性、及び外部記憶装置内アドレスからなるＳＵＦＦＩ
Ｘフィールドを得るためのものである。通常、ＩＢＭ３
８８０記憶制御装置などのＤＡＳＤサブシステム、及び
ＩＢＭ３３８０ＤＡＳＤは、ソフトウェア手段によって
、ブロック状況のＳＵＦＦＩＸフィールド、及び妥当性
検査ビットを提供する。最後に、このコマンドは、デー
タ・ブロックをこの分割不能コマンドの一部として外部
記憶装置に書き込む。

このコマンドの分割不能性の意義は、次の例によって示
すことができる。Ｓ’ＵＦＦＩＸが、ＷＲＩＴＥ動作の
分割不能部分として書き込まれなかったと仮定する。そ
うすると、第１プロ＋７クが壊れた情報（障害の発生）
で書き込まれ、次いでＳＵＦＦＩＸが記録されることに
なる。これは、旧ＳＵＦＦＩＸが欠陥ブロックに関連す
るものになることを意味する。

第３図は、アクセスされたデータ・ブロックに付加する
ＳＵＦＦ　Ｉ　Ｘと、その対応するマップ・エントリを
突き合わせるための、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ　　ＶＥＲ
ＩＦＹコマンドの全般的流れを示している。重要なこと
であるが、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ　　ＶＥＲＩＦＹ＝＋
マンＦは、７’−９−フロック及びＳＵＦＦ　Ｉ　Ｘを
単一動作として読み取るためにＳＭＳを必要とする。こ
れは、やはりＳＵＦＦＩＸとデータ・ブロックの間の非
同期性を回避するためである。次に、ＳＵＦＦＩＸのフ
ィールドと、マップ・エントリの対応するフィールドの
一連の突合せを行なう。不一致があれば、ＲＥＡＤ　　
ＥＲＲＯＲとして報告される。

マップは、データとの間のアクセス・パスを定義するた
めに使用される主要な記憶構造なので、その保全性が優
先される。次に、マップ回復動作が重視される。

パスの際に、不一致のフィールドが、情報崩壊のソース
に関する何らかの示唆を与えることは明らかである。た
とえば、無効な検査コードは、ＣＰＵが欠陥位置を知ら
されず、そのブロックを再書込みしなかったため、また
はＣＰＵ自体が故障していたために、ＳＭＳ書込みパス
内でエラーが生じたことを示唆する。また、外部記憶ア
ドレスの不一致は、ＤＡＳＤ制御ディレクトリに欠陥が
あることを示唆する。いままで検討しなかったが、各Ｓ
ＭＳは、ＶＳＡＭなどのファイルまたはデータ・ブロッ
ク・アクセス方式を利用する。オブジェクトまたはファ
イルの属性または識別子の不一致は、たとえばファイル
処理ソフトウエアのエラーを意味する。

Ｅ４．フル・マップ回復 第４図及び第５図は、例を用いてマ，ブ回復の一般的な
流れを示している。全般的な目的は、マップ情報を完全
に回復することであることを思い出されたい。マップと
、データ・ブロックに対するＳＵＦＦＩＸとしてＤＡＳ
Ｄ上に分散された冗長マップ情報の間では、ＳＵ・ＦＦ
ＩＸは正確になりやすいと仮定する。

この仮定の基礎となっている障害モデルまたはエラー・
モデルは、障害またはエラーが暴発しやすいということ
である。すなわち、壊れた情報は、物理的処理が連続し
ているが有限な持続時間をもつという、局在化した（ロ
ーカライズされた）結果になる傾向がある。たとえば、
欠陥のあるＤＡＳＤ媒体、及び電磁誘導された雑音では
そういえる。また、マップ参照は、データに影響を与え
るほとんどすべての動作に対して行なわれることに留意
されたい。したがって、崩壊の確率は、マップに関する
ものの方が、ＳＭｓの他の部分内に記憶されたデータよ
り高いことになる。

再び第４図を参照すると、マップ回復は、ｓＵＦＦＩＸ
／マップ・エントリの不一致が検出されると開始される
。まず、すべてのＳＵＦＦＩＸを獲得しなければならな
い。獲得されたすべてのＳＵＦＦＩＸに対して、ファイ
ル識別及び相対ブロック番号による２重ソートを行なう
。１次ソートはファイルＩＤにより、２次ソートは相対
ブロック番号ｉＺ．Ｊ：ル。ＩＢＭ　　ＤＦＳＯＲＴＩ
ＪＩＪ−スｌ１などの任意のソート・パッケージを使用
することができる。ＳＵＦＦＩＸをソートした結果は、
再構築されたマップを表す。

ネストされた障害は問題がない。障害がマップ回復処理
中に生じた場合は、その処理を単に繰り返すことができ
る。というのは、再構築とはＳＵＦＦＩＸの複製及びソ
ートであり、その際ＳＵＦＦＩＸの内容は変更されない
からである。

ＳＵＦＦＩＸ空間と回復可能性は、一方を立てれば他方
が立たない関係にあることを認識されたい。ＳＵＦＦＩ
Ｘ空間が大きいほど、マップ回復可能性及び障害局在化
の程度はそれだけ高くなる。

たとえば、限られた空間の場合は、識別子は含めるが、
ファイルまたはデータ・ブロックの内容が最後に変更さ
れた日付を示すフィールドは省略する必要がある。

第５図は、マップ回復の３つの情報段を示している。上
端の図は、データ・ブロック及びそれに付加されたＳＵ
ＦＦＩＸを示している。ファイルＩＤ，相対ブロック番
号、及び外部記憶の３つのＳＵＦＦ　Ｉ　Ｘフィールド
が示されている。この例では、それらは、外部記憶装置
内の連続したアドレス１〜１０に配置されている。各フ
ァイルは、複数のエントリをもつことに留意されたい。

すなわち、１つのファイルは、いくつかのブロックに区
分されている。すなわち、ファイルＡ及びＢは、対応の
ブロック番号１〜４によって表され、ファイルＣは２つ
のブロックしかもたない。

次の図は、ｎ重（ｎ−ｗａｙ）ソート動作の結果を示し
ている。ここで、ｎはＳＵＦＦＩＸフィールドの数であ
る。具体的には、ファイルＩＤが１次インデックスであ
り、相対ブロック番号が２次インデックスである、２重
ソートが示されている。

最後の図は、ファイルＩＤ１及びその対応するブロック
の外部記憶アドレスを記述するマップである。エントリ
Ａでは、外部アドレスは、順番通りでない順序、すなわ
ち、１、３、″７“゜　５で並んでいる。こうなるのは
、ブロックにランダムにアドレスが割り当てられ、マッ
プは、外部記憶アドレスではなく相対ブロック番号によ
って２次的に配列されているためである。

この再構築マップは、再構築の時点でのＳＭＳの記憶状
態を表している。このマップは、削除したが消去されて
いないファイルを記録できる。しかし、この方法は、１
００％の回復を保証できない。この方法は、実験による
と記憶アクセスの頻度が高いこと及びこのようなアクセ
スが障害発生に十分近接しているため、その結果マップ
が崩壊しても、それがＳＵＦＦＩＸ／マップの不一致に
よって検出できることに基づいている。

ログ・ベースの順方向及び逆方向エラー回復をもつ適用
業務またはＳＭＳ内でこの方法を使用すれば、マップの
回復が向上する。ログ・ベースの回復の焦点は、ＳＭＳ
マップの構造の回復ではなく、適用業務トランザクシタ
ンの情報状態を以前の整合状態に戻すことであることを
思い出されたい。確かに、ＳＭＳマップが壊れた場合、
そのようなログ・ベースの回復は、本発明の方法がなけ
ればうまくいかない。

Ｆ．発明の効果 本発明によれば、記憶マップ保全性の整合状態の維持が
可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、ＳＵＦＦＩＸを構成し、対応のデータ・ブロ
ックを付加する一般的マップ・フィールドを示す図であ
る。 第２図は、データ・ブロック、マップ・エントリを分割
不能に作成し、本発明に従ってそれに接尾部を付加する
ＷＲＩＴＥ　　ＣＲＥＡＴＥコマンドの全般的流れ図で
ある。 第３図は、アクセスされたデータ・ブロックに付加する
接尾部と、その対応するマップ・エントリを突き合わせ
るためのＲＥＡＤ／ＷＲ　ＩＴＥＶＥＲＩＦＹコマンド
の全般的流れ図である。 第４図及び第５図は、例を用いてマップ回復の一般的流
れを示した説明図である。

Claims (13)

【特許請求の範囲】
1. （１）データ・ブロックへの読取り／書込みアクセスが
   分割不能な（原子的）動作によって行なわれ、さらにデ
   ータ・ブロックの位置及びデータの記述を定義するマッ
   プに対する参照が行なわれる、ＣＰＵ制御のシステム管
   理式記憶機構（ＳＭＳ）において、 （ａ）マップ情報のデータ・ブロックに関係する部分を
   複製し、複製した部分を前記データ・ブロックに付加し
   、両者を持久性ＳＭＳにその分割不能な部分として書き
   込むステップ、 （ｂ）各読取り／書込みアクセスに応答してカウンター
   パートのデータ・ブロックとともに記憶された部分とマ
   ップ内にある部分を突き合わせて、各アクセスの分割不
   能部分を形成するステップ、及び （ｃ）突き合わせて不一致があった場合、データ・ブロ
   ックの複製した部分のうちマップと同じタイプの情報に
   限った部分から前記マップを再構築するステップ、 を含むマップの保全性を保証するための方法。
2. （２）複製した部分がＳＵＦＦＩＸとしてデータ・ブロ
   ックに付加される、特許請求の範囲第１項に記載の方法
   。
3. （３）前記ＳＭＳが、カウンタパートのマップ・エント
   リを除去することによってデータ・ブロックを削除し、
   そのＳＭＳ持久性位置に重ね書きすることによってデー
   タ・ブロックを消去し、前記再構築ステップが、削除さ
   れたデータ・ブロックの付加された部分は使用するが、
   消去されたブロックの付加された部分を使用しないこと
   を含む、特許請求の範囲第１項に記載の方法。
4. （４）マップを使って、ＳＭＳ内にあるデータ・ブロッ
   クへのアクセス・パスを定義し、前記マップが、任意の
   ブロック識別子（名前）、ブロック属性、持久性のＳＭ
   Ｓアドレス、及びその他のフィールドのコンコーダンス
   であり、 ＣＰＵ適用業務が、識別子（名前）の形でアクセス・パ
   ス引数を提供し、前記パス引数が、前記マップをインデ
   ックスするために前記ＳＭＳによって使用される、シス
   テム管理式記憶機構（ＳＭＳ）内でのマップ保全性の損
   失を動的に検出するための方法であって、 （ａ）第１種の書込みアクセスに応答して、新しいデー
   タ・ブロックに対するマップ・エントリを分割不能に作
   成し、そのエントリの少なくとも一部分を複製し、複製
   した部分を前記の新データ・ブロックに付加し、両者を
   持久性ＳＭＳに書き込むステップ、及び （ｂ）第２種の読取りアクセスまたは書込みアクセスに
   応答して、アクセスされたデータ・ブロックに付加され
   そしてそれとともに記憶されたマップ・エントリの部分
   と、カウンターパートのマップ・エントリまたはその部
   分を分割不能に突き合わせ、不一致のときは指示するス
   テップ からなる方法。
5. （５）複製した部分がＳＵＦＦＩＸとしてデータ・ブロ
   ックに付加される、 特許請求の範囲第４項に記載の方法。
6. （６）ブロック識別子及び属性を「論理情報」と呼び、
   持久性のＳＭＳアドレス及びその他のフィールドを「Ｓ
   ＭＳ情報」と呼び、 さらに、ステップ（ａ）及び（ｂ）でも使用される前記
   のその他のフィールドが、仮想記憶アドレスと、ＳＭＳ
   書込み不成立（失敗）を検出するための所定のビット・
   パターンとを含み、 さらに、マップが、識別子とＳＭＳ内の仮想記憶アドレ
   スとの間のコンコーダンスとしての第１マップと、仮想
   記憶アドレスと持久性ＳＭＳアドレスとの間のコンコー
   ダンスとしての第２マップとを含む、 特許請求の範囲第４項に記載の方法。
7. （７）フィールドが、書込み不成立検出ビット、ＳＭＳ
   情報、及び論理情報の順序で、ステップ（ｂ）で突き合
   わされる、 特許請求の範囲第６項に記載の方法。
8. （８）マップが、ＣＰＵ上で走っている適用業務と、Ｓ
   ＭＳ内にあるデータ・ブロックとの間のアクセス・パス
   を定義し、前記ＳＭＳが、適用業務とＳＭＳ内部の実記
   憶機構との間の仮想アドレス・インターフェースを提供
   し、前記マップが、適用業務によって提供されるデータ
   ・ブロック識別子とその仮想アドレスとの間の第１コン
   コーダンス、及び仮想アドレスとＳＭＳ内のその実アド
   レスとの間の第２コンコーダンスを含む、ＣＰＵベース
   のシステム管理式記憶機構（ＳＭＳ）の、マップ内の情
   報崩壊（コラプション）の検証及び回復を保証する方法
   であって、 （ａ）データ・ブロックをＳＭＳに最初に書き込む時に
   、適切なマップ・エントリを分割不能に作成し、少なく
   とも前記エントリの一部分を複製し、前記複製部分をＳ
   ＵＦＦＩＸとしてデータ・ブロックに付加し、両者を同
   時にＳＭＳに記録するステップ、 （ｂ）データ・ブロックへの以後の各読取り／書込みア
   クセスに応答して、ＳＭＳ内の実記憶アドレスへのマッ
   プで定義されたパスを介して前記データ・ブロックに分
   割不能にアクセスし、アクセスされたデータ・ブロック
   の前記ＳＵＦＦＩＸをカウンターパートのマップ・エン
   トリと突き合わせるステップ、及び （ｃ）不一致の場合に、前記データ・ブロックのＳＵＦ
   ＦＩＸを使ってマップを書き直すことにより、前記マッ
   プまたはその一部分を再構築するステップ、 を含む方法。
9. （９）前記マップ・エントリ及びＳＵＦＦＩＸが、少な
   くとも、適用業務によって提供されるデータ・ブロック
   識別子、ＳＭＳアドレス、妥当性検査コード、データ・
   ブロック属性、及びその他のフィールドを含み、 さらに、ＣＰＵが障害位置を知らされなかったため、あ
   るいはＣＰＵそれ自体が故障していたために、無効な検
   査コードがＳＭＳ書込みパス内のエラーを指示する場合
   に、マップ情報崩壊のソースをローカライズするステッ
   プを含む、 特許請求の範囲第８項に記載の方法。
10. （１０）前記のその他のフィールドが、オブジェクトの
    複製の範囲を維持するブロック状況フィールドを含む、 特許請求の範囲第９項に記載の方法。
11. （１１）再構築ステップが、ＳＵＦＦＩＸを複製するス
    テップ、及びｎ個のフィールドの間でｎ重ソートを実行
    するステップを含むという、 特許請求の範囲第８項に記載の方法。
12. （１２）少なくともマップ・エントリの一部分を複製す
    るステップ、前記の複製部分をＳＵＦＦＩＸとしてデー
    タ・ブロックに付加するステップ、及び両方を同時にＳ
    ＭＳに記録するステップが、包括的に、そして分割不可
    能に、ＳＭＳ内でのデータ・ブロック作成時及びそれ以
    降において、すべての書込み動作内のステップを形成す
    る、 特許請求の範囲第８項に記載の方法。
13. （１３）ＳＵＦＦＩＸ内に名前フィールド及び属性フィ
    ールドを含めることによって、マップのディレクトリ形
    式の回復が可能になる、 特許請求の範囲第１項、第４項、または第８項に記載の
    方法。