JPH0540682A - アトミシテイを有する記憶装置の高可用性耐故障再配置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 データを一貫した状態に維持するために且つ
実施アプリケーションにこれらのページの連続的なアク
セス可用性を提供するためにページをシステムの管理す
る記憶装置に健全に複写するためのコンピュータ実施方
法を提供する。 【構成】 アプリケーション参照ページをアトミックに
シャドウ・コピーし、且つディレクトリをアクセスパス
割込み式にまたページ更新式に故障に無関係の媒体中で
修正することによりデータ一貫性を達成する。これらの
ページ及びディレクトリをアトミックなシャドウ・コピ
ー段階の一部分として二重化することにより可用性が向
上する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ＣＰＵシステムが管理
する記憶装置（ＳＭＳ）に関し、より詳細には、上記Ｓ
ＭＳにデータを一貫した状態で維持するための、且つ上
記データの応用への可用性を向上するための方法及び手
段に関する。

【０００２】

【従来の技術】先行技術において、ＣＰＵがその記憶サ
ブシステムにおけるページを更新した時は、更新された
ページのジャーナルをとり又は二重化するものであっ
た。更新オペレーションの完了における失敗又は干渉の
場合、ジャーナルあるいは二重化されたページの冗長性
によって、ＣＰＵは情報の状態を一貫性ある以前の点に
ロールバックし、ページ更新オペレーションのやり直し
を可能にすることができる。しかしながら、この回復活
動は、現在ＣＰＵで実施し且つ記憶装置から読出しある
いは記憶装置に書き込んでいるアプリケーションをロー
ルバック及び回復の完了まで停止することを要求した。

【０００３】以下の段落は本発明に関連すると思われる
先行技術の特徴を述べている。先ず記憶装置の物理的及
び仮想的組織について言及する。アクセス構造としての
ツリーの簡単な論述がその後に続く。最後に、記憶回復
におけるシャドウ・コピーの先行技術の使用を要約す
る。

【０００４】ＣＰＵ及び特定の作動構成要素 ＣＰＵ即ちプロセッサは通常、局部オペレーティングシ
ステム（ＯＳ）、ＲＡＭ配向内部記憶装置、この内部記
憶装置から作動可能に形成されている局部命令及びデー
タキャッシュ、外部記憶装置、及びロック及びキャッシ
ュリソースマネージャを含んでいる。

【０００５】ＣＰＵで実施するアプリケーション（プロ
セス／タスク）は、ＯＳによって読出し及び書込みオペ
レーションを発生する。そして、これらの読出し及び書
込みオペレーションはデータキャッシュ及びロックリソ
ースマネージャを利用して、データキャッシュに常駐し
ているかあるいは外部記憶装置からデータキャッシュに
リフレッシュされた状態のデータ（ページ、レコード、
ファイル）へのディレクトリロック可能アクセス径路を
確立する。

【０００６】内部及び外部記憶装置 多くのコンピュータシステムは物理的記憶装置サブシス
テムを幾つかの性能レベルに分割している。これらのレ
ベルの幾つか、例えばＤＡＳＤ及びテープは共有アクセ
ス周辺Ｉ／Ｏデバイスとして取り扱われてきており、非
同期径路を通してアクセスされる。他のレベル、例えば
ＲＡＭ及びキャッシュはシステムハードウエアによって
直接取り扱われてきており、内部記憶装置の一部として
同期径路を通してアクセスされる。

【０００７】「内部記憶装置」という用語は、唯１つの
読出し又は書込み転送のために任意にアドレス指定可能
な記憶装置の部分を規定している。ＩＢＭシステムの場
合、内部記憶装置は拡張部分（「拡張記憶装置」）を除
いてバイトアドレス指定可能である。拡張記憶装置は、
ブロック又はページアドレス指定可能（４０９６バイト
／ページ）様式で任意にアクセスされる。これはＬＲＵ
実メモリ後置ページング記憶装置として管理される。し
かしデータサイズ又はフレームの単位の選択は任意であ
る。最後に、「外部記憶装置」は任意にアドレス指定可
能でなく且つＤＡＳＤに直接指定しなければならない記
憶装置のバルク部分のことを指している。

【０００８】要求時ページング仮想記憶装置 「仮想記憶装置」は通常ＣＰＵの内部記憶装置で使用可
能な記憶空間よりかなり大きな記憶空間のアドレス指定
である。これは空間と時間の両方における参照の局所性
に依る。即ち、プロセスは均一でない高度に局在化され
たパターンで記憶を参照する傾向がある。これにより、
小量の実記憶でかなり大量の仮想記憶を支持することが
できる。参照されたデータが内部記憶装置に可用でない
場合、外部記憶装置から交換される。

【０００９】仮想要求時ページングシステムにおいて、
各プロセスはその仮想ページの特定のサブセットを活発
に参照する。このシステムのページを管理する容量はス
ロットの数の上界即ち（ページフレーム）で測定され
る。即ち、ページフレームの数はページフレームを支持
するために取っておかれた内部記憶の量に関連してい
る。プロセス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上回った場合、故障が生じ
る。「故障」は、参照されたページがＬＲＵ管理内部記
憶装置に常駐していなかったための外部記憶装置へのア
クセスの要求と同義である。この状態にあるシステムは
「ページング」と言われる。

【００１０】ボズマン他（ＳＡ９−８９−０９３）によ
って１９９０年９月２日に提出されたＵＳＳＮ ０７／
４７７，７０４「仮想外部記憶アドレスを引き数として
用いてデータキャッシュを管理するための方法」は、２
つのレベルのアドレス間接化を用いて、データキャッシ
ュにおけるページの異なった論理的ビュー（見方）に共
通なシノニムの問題とページの多重複写の両方を避けて
いる。ボズマンの方法によると、ページは仮想外部記憶
アドレス（ＶＥＳＡ）にマッピングされ次に外部記憶装
置における物理的アドレスにマッピングされる時に直線
空間におけるそれらのアドレスに従って参照される。こ
の点について、参照されたページはそれらのＶＥＳＡア
ドレスを指標付け引き数として用いてキャッシュに書き
込まれる。即ち、これらのページはキャッシュに書き込
まれ、それらのＶＥＳＡアドレスによって指標付け（順
序付け）られる。こうして、多くの見方を、名前（ＶＥ
ＳＡアドレス）をそれらに結合することにより形成する
ことができる。これにより、共通ページのコピーを二重
化し且つこれらのコピーをこれらの見方に結合する必要
がなくなる。

【００１１】ツリー及びＢツリーが仮想又は実記憶装置
にアクセス径路を与える ツリーはアイテムの集まりに段階的順序付けを課す。こ
のツリー組織はページディレクトリを定義し且つアクセ
ス権及び特権を決定するのにしばしば用いられる。構造
的にはツリーは１種のグラフである。即ち、ツリーはノ
ードの集まり及び「ルート」と呼ばれる１つのノードが
インデグリ０であり、他の全てのノードからなる後続の
組がインデグリ１である非周期的接続リンクを含んでお
り、「インデグリ」と言う用語はノードに入力している
リンクの数のことを指している。探索を容易にするため
に、ツリーのノードは順序付けられ且つ配向される。こ
の順序付け（任意）は例えば大きさの増大する記録キー
値又はページＩＤによるように左から右であり得る。配
向は、任意のノードからその後続のノードへの特定の方
向における径路の存在から生じる。この順序付け及び配
向によって後続又は多くとも２つの直後のノードに対す
る反復的な走査が可能になる。また、ツリーは外部記憶
装置に定位されているページの検索、挿入又は削除を簡
単に容易にするデータ構造である。

【００１２】「葉探索可能」Ｂツリーが、ボズマン他に
よる１９８８年７月１０日提出の出願ＵＳＳＮ０７／２
５５，０００「ロッキングなしにデータ構造へのアクセ
スを得るための方法」に記載されている。この出願によ
ると、「葉探索可能」Ｂツリーは全ての記録キー又はペ
ージＩＤ並びに関連の属性が外部ノード（葉）に現われ
且つ内部ノードがこれらの葉への径路を定義するセパレ
ーターキー（ルータ）を含んでいるツリーである。

【００１３】シャドウ・コピー及び径路干渉又は故障を
受ける記憶装置へのＣＰＵアクセス 「シャドウ・コピー」と言う用語は、更新された対象物
が最初に外部記憶装置に書き込まれる時に、システムが
元の対象物をオーバーライトせずに、その代わり更新さ
れた対象物が外部記憶装置のどこか他に書き込まれ、片
方のディレクトリが更新された対象物を指すように変化
する行為のことを指している。古い対象物は更新された
対象物の「シャドウ（影）」である。

【００１４】１９８８年７月６日発行のアイケンによる
米国特許第４，７５０，１０６号「ディスクボリューム
データ記憶装置及び回復方法」は、比較的原始的な記憶
管理システムにおいてＤＡＳＤに基づくツリー組織イン
デックスの二重又はシャドウ・コピーを第１ＤＡＳＤコ
ピーから既知のオフセットに置く。斯かるシステムにお
いて、インデックスマップはテキスト・ストリームと他
の対象物のＤＡＳＤ定位を指している。マップが欠陥の
ある場合、これらの対象物はアクセスすることができな
い。「マップ」エラーの検出の際、シャドウ又はバック
アップ・コピーを求めて定位及び回復を助けることがで
きる。

【００１５】１９８７年８月６日提出のＤ．Ｊ．ヘダー
レ他による出願のＵＳＳＮ０７／０５９，６６６号「先
行書込みロギング型のトランザクション指向システムに
おけるサブページ並行性制御及び部分的トランザクショ
ン・ロールバックの管理方法」に記載されているような
ログ式トランザクション管理システムにおいて、データ
へのアクセスの干渉はアプリケーションを停止して、事
象ログを用いてトランザクションの歴史を繰り返すこと
により一貫性の前の点にロールバックすることを常に要
求する。

【００１６】１９８４年１０月７日発行のガッベ他によ
る米国特許第４，４５９，６５８号「メモリ故障後のリ
ンクされたリストデータ構造の一貫した状態をもってコ
ンピュータシステムのオペレーションを可能にする技
術」は独特の故障モードを有する媒体上に周期的に鎖状
状態で主メモリ内容のシャドウ・コピーを使用する事を
記載且つ請求している。周期的更新は変化した内容をこ
れに付加することを含む。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】従って本発明の目的
は、システムが管理する記憶装置（ＳＭＳ）にデータを
一貫した状態で維持するための、且つデータに対するＣ
ＰＵ／アプリケーションアクセス径路が干渉又は故障を
受けても上記データをアプリケーションに対して連続的
に使用能とするためのＣＰＵ実施方法及び手段を提供す
ることにある。

【００１８】関連の目的は、耐故障環境にあるデータの
複写／移動がアトミック・オペレーションとして且つ通
常のオペレーションと並行して実施される方法及び手段
を提供することにある。

【００１９】更に別の目的は、ページに対する参照がＶ
ＥＳＡを利用してページの多重の論理的見方を容易にし
且つシノニム的問題を防止する方法及び手段を提供する
ことにある。

【００２０】本発明の更に別の目的は、ＤＡＳＤ外部記
憶装置の１つ又はそれ以上のユニットの性能が時々低下
した場合の（はっきりした故障ではなく）方法及び手段
であって、通常の記憶オペレーションを終了あるいは停
止することなく欠陥のあるＤＡＳＤを「オフロード」す
る方法及び手段を提供することにある。

【００２１】

【課題を解決するための手段】本発明の方法によると、
唯１つの故障の存在下でも、データを一貫した状態で維
持することは、元のページに用いられた媒体以外の故障
に無関係の媒体にディレクトリをアトミックにシャドウ
・コピーし且つ修正することを含む。これらの複写及び
修正は、ページが更新されている時あるいはページのア
クセス径路、即ち読出し又は書込みに割込みが生じた時
に各々の参照されたページに対して発動する。この点に
ついて、これらのページへのアクセス径路は２つのレベ
ルのディレクトリマッピング、即ち（１）論理アドレス
に対してマッピングされた仮想外部記憶アドレス（ＶＥ
ＳＡ）及び（２）絶対記憶サブシステム定位（オフセッ
ト）に対してマッピングされた論理アドレスを含むのが
好ましい。

【００２２】より詳細には、この方法は以下の段階を含
んでいる。 （ａ）ページのアクセス径路を確立するのに用いられる
ディレクトリに１対のアドレスタプル（論理アドレス、
絶対アドレス；外部アドレス、論理アドレス）を発生し
且つ記録する段階であって、上記発生がページ又はグル
ープへの各書込みアクセスに対して応答する段階、及び
（ｂ）ページ又はグループを別のＤＡＳＤにシャドウ・
コピーし且つディレクトリに書式的に形成された１対の
アドレスタプル（新しい論理アドレス、新しい絶対アド
レス；外部アドレス、新しい論理アドレス）を発生し且
つ記録する段階であって、上記シャドウ書込み及びディ
レクトリ修正が各ページ又はグループ更新あるいは各ア
クセス径路割込みに対して応答する段階。これらのシャ
ドウ書込み及びディレクトリ変化は低レベルロックの助
けによってアトミックに実行される。

【００２３】アトミシティにより、故障の際に疑わしく
ない情報状態への回復が保証されるので都合が良い。
又、シャドウ・コピーによって外部記憶装置にわたって
ランダムな幾何的ページ分布が実施され、これにより絶
対（実）記憶装置における連続的ページ定位にわたって
生じるエラーに対する感受性が減少する。

【００２４】シャドウ・コピー及びディレクトリ変化が
二重記録されると、少なくとも唯１つの故障の存在下に
おいてもアプリケーションの実施に対するＳＭＳにおけ
る上記ページの可用性が向上する。

【００２５】最後に、２レベルの間接化（ＶＥＳＡ／論
理アドレス／絶対アドレス）に依存するディレクトリア
クセスの使用によって、個別の見方の規定が、これらの
見方が重複するページを有していても、要求されている
同じ実ページの多重コピー無しに容易になる。これは、
これらの見方が（ＶＥＳＡ，論理アドレス１、論理アド
レス２等）タプルによって定義されるという事実から生
じる。

【００２６】

【実施例】本発明の方法を実施するためのホストＣＰＵ環境 本発明は、システムにおける各ＣＰＵがＩＢＭ ＭＶＳ
オペレーティングシステムを有するＩＢＭ／３６０又は
３７０構成のＣＰＵ型式である構成において適宜に実行
することができる。ＩＢＭ／３６０構成ＣＰＵは１９６
８年９月３日に発行のアムダール他による米国特許第
３，４００，３７１号「データ処理システム」に詳細に
説明されている。外部記憶装置へのＣＰＵの共有アクセ
スを伴う構成が１９７８年５月８日提出１９８０年６月
１０日発行のルイズ他による米国特許第４，２０７，６
０９号「多重ＣＰＵ及び共有デバイスアクセスシステム
におけるパスに依存しないデバイス保留及び再結合」に
記載されている。

【００２７】ＭＶＳオペレーティングシステムはまた、
ＩＢＭ刊行物ＧＣ２８−１１５０「ＭＶＳ／拡張アーキ
テクチュア・システムプログラミング・ライブラリ：シ
ステムマクロ及び施設」（第１巻）に記載されている。
標準的なＭＶＳ又は他のオペレーティングシステムサー
ビスの詳細、例えば局部ロック管理、割込み又はモニタ
によるサブシステム要求、及びタスクの通知及び待機は
省略される。これらのＯＳサービスは当業者にとっては
良く了解されるものと信ずる。

【００２８】ＣＰＵ、キャッシュ及び記憶装置の間の特
定の関係 ここで図１について説明する。図１には、組織された記
憶装置のＣＰＵに対する相関関係が示されている。図示
のように、ＣＰＵ１はパス１１及び１３を通して内部記
憶装置３と外部記憶装置５の両方にアクセスする。内部
記憶装置３はプロセッサ記憶装置２及び拡張記憶装置４
を含んでいる。この点について、プロセッサ記憶装置は
バイトアドレス指定可能ランダムアクセスで作動し、一
方拡張記憶装置はページアドレス指定可能ランダムアク
セス式に作動スル。外部記憶装置５は１つ又はそれ以上
のＤＡＳＤを含んでおり、ＣＰＵ１で実施するアプリケ
ーションによって参照される情報のファイル／レコード
／ページを記憶する。

【００２９】通常、ＣＰＵプロセッサを要求するアプリ
ケーションはその仮想／直線又はキャッシュへの実空間
アドレスによってページを参照する。この点について、
キャッシュ９はハードウエアあるいはソフトウエアで実
現され得る。ソフトウエアで実現される場合、キャッシ
ュは内部記憶装置３のどの場所にも定位することができ
る。ページがキャッシュ９内で可用でない場合、拡張記
憶装置４あるいは外部記憶装置５のいずれかをアクセス
する必要がある。

【００３０】多重ページが外部記憶装置のＩ／Ｏ境界７
にわたってアクセスされる場合、これらのページは上記
のルイズの特許に記載されている方法に従って処理され
得る。ちなみに、アクセスが内部記憶装置についてなさ
れた時、プロセッサはアクセスが完了するまで待機す
る。アクセスがＩ／Ｏ境界にわたってなされると、プロ
セッサはフェッチ（アクセス）完了を待機している間別
のタスク又はプロセスを要求する。

【００３１】本発明に係る記憶組織 本発明の方法では、間接テーブルを用いてページ定位を
追跡することが決定された。２レベルの間接化は、アプ
リケーションがページを参照するのを干渉すること無く
これらのテーブルを変化することによりページの再定位
を可能にする。好適には、アプリケーションがページあ
るいは関連ページのグループにアクセスすると、内部記
憶装置におけるデータキャッシュが先ず参照される。こ
のキャッシュにおいて、ページが指標付され且つそれら
のＶＥＳＡアドレスに従ってアクセスされる。この点に
ついて、ＵＳＳＮ０７／４７７，７０４を再び参照する
べきである。

【００３２】本発明の方法は、ＶＥＳＡ参照ページ又は
ページグループが更新されている時あるいはエラー又は
故障割込みが検出された時、ＶＥＳＡ参照ページ又はペ
ージグループをシャドウ書込みすることを更に含む。１
つの修正は、シャドウ・コピーに加えて各ページの重複
の付加を含む。二重化オペレーションにおいて、ページ
の２つのコピーが異なったディスク上の２つのフレーム
に記憶される。２つのコピー又はバージョンの一方につ
いてページ更新又は故障が生じた場合、システムはこの
良いデータのコピーを別の定位に行い、定位テーブルを
更新し、オペレーションを再開することが即座にでき
る。これにより、システムに同じページの２つのコピー
が無い期間が確実に最小化される。しかしながら、毎ペ
ージを二重化することにより所要記憶装置が倍になる。

【００３３】ここで図２について説明する。本発明の方
法に係る１対のＤＡＳＤ（２５，２９）に関連する仮想
及び実ページアドレスの第１一致（２１）及び第２一致
（２３）が図示されている。

【００３４】第１一致２１は「記憶ディレクトリ」（Ｓ
Ｄ）と呼ばれる。ＳＤはページ又は関連ページのグルー
プの論理アドレスを絶対記憶アドレスと整合する。二重
化コピーの論理アドレスも図示されている。ここで銘記
すべきように、この二重化コピーはそのシャドウ・コピ
ーではない。

【００３５】絶対アドレスが初期参照（デバイスアドレ
ス）＋変位（オフセット）を含む場合の関連ページのグ
ループの記憶及びアクセスによってディレクトリ及び一
致のサイズが減少する。しかしながら、ＳＤはまたペー
ジレベルで形成し得る。これはページの各一次コピーに
対して論理アドレス及び絶対アドレスを、各シャドウ・
ページに対しては別の論理及び絶対アドレスを必要とす
る。

【００３６】第２一致２３は「定位ディレクトリ」（Ｌ
Ｄ）と呼ばれる。ＬＤは仮想外部記憶アドレス（ＶＥＳ
Ａ）をＳＤに構成される１つ又はそれ以上の論理アドレ
スと整合する。斯くして、ページの如何なる参照もペー
ジＶＥＳＡと対を成す論理アドレスに対して行なわれ
る。故障及びページの応答性シャドウ・コピー並びにデ
ィレクトリ及び一致のアトミックな更新の際、そのＶＥ
ＳＡアドレスによるページの如何なる参照も新しい論理
及び絶対アドレスに記憶されているページに対するアク
セスの結果をもたらす。

【００３７】例証的には、ＳＤによると、ページＲＰ１
乃至ＲＰ１００はＤＡＳＤ１オフセット３の絶対アドレ
スから開始する外部記憶装置にある。ページＲＰ１−Ｒ
Ｐ１００のシャドウ・コピーＲＰ３３００はＤＡＳＤ１
７オフセット２７８８の絶対アドレスにおける故障に無
関係の媒体上に定位している。

【００３８】オペレーション ここで図３について説明する。ページを１つの故障に無
関係の媒体から別の媒体に移動するための制御フローが
示されている。この「移動」は、アトミックな変化を実
行するために低レベルロッキングを用いるコピーオペレ
ーションである。即ち、コピーオペレーション及びディ
レクトリ更新は疑いもなく成功するかあるいは失敗し、
これによりシステム状態における曖昧さを避けることが
できる。ここで図４について説明する。アプリケーショ
ンがそのＶＥＳＡアドレスＶＰ２０００の形式のファイ
ルＡを参照すると仮定する。ＬＤは、ＶＰ２０００が論
理ページＲＰ３のみを含んでいることを開示している。
ＳＤは、ＲＰ３がＲＰ２５０における二重化コピーと共
にオフセット３におけるＤＡＳＤ１に絶対的に定位して
いることを示している。ここで、一次コピーの読出しオ
ペレーションの期間中に故障が生じると仮定する。その
応答は、その中に第２の故障が生じ得るウインドウを減
少するべく、ＲＰ２５０及び再二重化ＲＰ２５０のため
の絶対アドレスにおける二次コピーを読み出すことであ
る。

【００３９】二重化を通して可用性を向上するための書
込みオペレーションにおけるアトミシティ 前に述べたように、２つの状態のみが可能であるという
点においてオペレーションは不可分あるいはアトミック
であると呼ばれる。これらの状態は、オペレーションの
完了あるいは前の情報状態への復帰からなっている。書
込みオペレーションにおけるアトミシティは、二重化を
通しての可用性及びシャドウ・コピーを通してのデータ
保全の両方を確保するために本発明にとって重要であ
る。問題の二重化の例は（ａ）唯１つのページを適正な
場所に書き込むこと、（ｂ）多重ページをＶＥＳＡアド
レスによって適正な場所に書き込むこと、及び（ｃ）外
部記憶装置内へのページの再配置を含んでいる。

【００４０】（ａ）唯１つのページの適性な位置へのア
トミックな書込み ページがＤＡＳＤの所定位置に書き込まれると、その定
位の以前の内容の上に上書きされる。オペレーションの
期間中に突発故障がある場合、古いコピーは新しい良い
コピーが形成されることなく抹消される。記憶ディレク
トリの二重化機能は、オペレーションが突発機能停止に
対してアトミックであるようにＶＥＳＡアドレス指定ペ
ージを書き込む。以下の段階がとられる。

【００４１】（１）所定場所のページを一次コピーに書
き込む段階。

【００４２】（２）上首尾の完了を待機する段階。上首
尾の完了の前に故障が起きた場合、第２の二重化コピー
は依然としてページの古い内容を有している。部分的に
書き込まれたページは読出し不可能にする状態に置かれ
る。次の読出しが生じると、エラーが検出され、第２の
二重化コピーに基づいて回復が行なわれる。

【００４３】（３）所定位置のページを第２の二重化コ
ピーに書き込む段階。

【００４４】（４）上首尾の完了を待機する段階。第２
コピーの上首尾の書込みの前に故障が起きた場合、一次
コピーは既に上首尾に書き込まれている。如何なる以後
の読出しもこのページの新しいコピーを用いる。突発故
障によって生じた一次／二次不整合を検出するために一
貫性検査を時々行うべきである。

【００４５】一次コピーが読出し不可能の場合、二次コ
ピーからのコピーによって補正して、これにより初期状
態に戻すべきである。二次コピーが読出し不可能である
場合、一次コピーからのコピーによって補正して、これ
によりオペレーションを完了すべきである。両方のコピ
ーが読出し可能であるがそれらが整合しない場合、オペ
レーションは一次コピーの内容を二次コピーに書き込む
ことによって完了すべきである。

【００４６】（５）書込みが完了したことを合図する段
階。

【００４７】（ｂ）ＶＥＳＡアドレスによる所定位置の
関連ページのグループのアトミックな書込み 全ページが書き込まれるようにあるいはどのページも書
き込まれないように、ＶＥＳＡアドレスを用いてページ
のグループを書込むことが常に有用である。以下の段階
は、この目的のためにいかに定位ディレクトリ（ＬＤ）
が用いられ得るかを示している。

【００４８】（１）定位ディレクトリを調べることによ
り、書き込まれるべきページの全てに対して外部記憶装
置内に新しいスロットを得る段階。

【００４９】（２）ページの全てをそれらの新しい定位
位置に書き込む段階。このプロセスの期間中、定位ディ
レクトリは変化しないため、突発故障は記憶装置をその
初期状態に戻す。

【００５０】（３）新しいスロットを使用不能にし且つ
古いスロットを使用可能にするためにＶＥＳＡアドレス
指定されたページのための定位ディレクトリマップ及び
自由空間マップをアトミックに変化する段階。

【００５１】（４）オペレーションが完了したことを合
図する段階。

【００５２】（ｃ）データの外部記憶装置内への再配置 この目的は、データをアプリケーションに明白に移動
し、突発故障の際これを完全に行うことができることで
ある。以下のシナリオは外部記憶装置を再配置し、種々
の点における突発故障の影響について論じる。

【００５３】（１）記憶ディレクトリを用いて移動オペ
レーションの目標として用いられる使用可能な外部記憶
装置を見い出すこと。

【００５４】（２）記憶スロットの内容をソースから目
標に複写するプロセスを開始すること。突発故障が生じ
た場合、記憶ディレクトリがまだ更新されていないため
古いコピーが継続して用いられる。このコピーオペレー
ションの期間中、クライアントからの読出しオペレーシ
ョンは既存のコピーから引き受けられ得る。書込みオペ
レーションはコピーが完了するまで一時的に延期すべき
である。

【００５５】（３）新しいコピーを始動し、古いコピー
記憶を可用状態に戻し、そして新しいコピー記憶を割当
に対して使用不能にするために記憶ディレクトリをアト
ミックに更新すること。

【００５６】（４）新しいコピーに対して延期された書
込みオペレーションを継続すること。

【図面の簡単な説明】

【図１】先行技術による大型メインフレームＣＰＵに関
連する記憶装置の組織を示す図。

【図２】本発明の方法に係る論理及び絶対アドレス並び
にＶＥＳＡ及び論理アドレスの間の一致を示す図。

【図３】対象物を１つのＤＡＳＤから別のＤＡＳＤに移
動するための制御の流れを示す図。

【図４】故障により割込まれた制御の流れと、故障に無
関係の別の媒体にアクセスされた対象物をシャドウ・コ
ピーすることを含む回復作用の発動を示す図。

【符号の説明】

１ ＣＰＵ ２ プロセッサ記憶装置 ３ 内部記憶装置 ４ 拡張記憶装置 ５ 外部記憶装置 ９ キャッシュ １１，１３ パス ２１ 第１一致 ２３ 第２一致 ２５，２９，３１ ＤＡＳＤ（ディスクボリュームデ
ータ記憶装置）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジエラルド・ピー・ボズマン アメリカ合衆国07436、ニユージヤージー 州 オークランド、ラマポ・ヴアレー・ロ ード 609番地 (72)発明者 ジヨージ・エイゼンバーガー アメリカ合衆国10605、ニユーヨーク州 ホワイト・プレインズ、アルベマール・ロ ード 54番地 (72)発明者 アルバート・カマーマン アメリカ合衆国10576、ニユーヨーク州 ポンド・リツジ、アールアール ２、ボツ クス 190 (72)発明者 アレキサンダー・スタツフオード・レツト アメリカ合衆国10541、ニユーヨーク州 マーオパツク、マツグレガー・ドライブ 402番地 (72)発明者 ジヨン・ジヨセフ・マツカシー アメリカ合衆国10950、ニユーヨーク州 モンロー、クロムウエル・ヒル・ロード 179番地 (72)発明者 ジエームズ・ジヨセフ・メイアーズ アメリカ合衆国94133、カリフオルニア州 サン・フランシスコ、コロンブス・アベ ニユー 950番地、ナンバー６ (72)発明者 ウイリアム・ハロルド・テツツラフ アメリカ合衆国10549、ニユーヨーク州 マウント・キスコ、フオツクス・デン・ロ ード 37番地 (72)発明者 ポン−シエン・ウアン アメリカ合衆国95120、カリフオルニア州 サン・ノゼ、メアーウツド・コート 741番地

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 システムが管理する記憶装置（ＳＭＳ）
   の故障に無関係のデバイスにあるページ又は関連ページ
   のグループの間に一貫性を維持するための、且つＣＰＵ
   実施アプリケーションに対するページ又はページグルー
   プの可用性を向上するためのＣＰＵ実施方法であって、
   該ＣＰＵが干渉又は故障を受けるＳＭＳデバイスにある
   該ページへのディレクトリロック可能アクセスパスを有
   し、実施アプリケーションがページ読出し及び書込みア
   クセスをオペレーティングシステムを通してＳＭＳに行
   うＣＰＵ実施方法において、 （ａ）ページ又はグループ外部アドレスへの各書込みア
   クセス（ページ形成）に応答して、該ページへのアクセ
   スパスを確立するのに用いられる第１ディレクトリ（記
   憶及び定位ディレクトリ）に一対のアドレスタプル（論
   理アドレス、絶対アドレス；外部アドレス、論理アドレ
   ス）を発生し且つ記録し、該ページ及びグループをＳＭ
   Ｓにおけるデバイスの絶対アドレスに書き込む段階、及
   び （ｂ）ＳＭＳ記憶ページ又はグループの外部アドレスへ
   の書込みアクセス（更新）に応答して、又は該アクセス
   パスにおける割込みに応答して、該ページ又はグループ
   を別のデバイスにシャドウ・コピーし、該第１ディレク
   トリに新しい対のアドレスタプル（新しい論理アドレ
   ス、新しい絶対アドレス；外部アドレス、新しい論理ア
   ドレス）をアトミックに発生し且つ記録する段階を含む
   ことを特徴とするＣＰＵ実施方法。
2. 【請求項２】 前記シャドウ・コピーと、新しい対のア
   ドレスタプルをアトミックに発生し且つ記録する段階が
   更に、（ａ）唯１つのページを所定位置に書込む段階：
   （ｂ）外部アドレスによって関連ページのグループを所
   定位置に書き込む段階、及び（ｃ）ページの外部記憶装
   置内への再配置からなる組から選択される段階を実施す
   る、段階を含むことを特徴とする請求項１の方法。
3. 【請求項３】 唯１つのページを所定位置に書込む段階
   が、 （１）所定位置のページをＳＭＳにおける一次コピーに
   書き込み、上首尾の完了を待機する段階、 （２）所定位置のページをＳＭＳにおける二次二重化コ
   ピーに書き込み、上首尾の完了を待機する段階、及び （３）書込みが完了したことをＳＭＳに合図する段階、 を含むことを特徴とする請求項２の方法。
4. 【請求項４】 使用可能なページ記憶装置がスロットの
   形式で明示される場合、ページのグループをＳＭＳにお
   ける外部アドレスによって所定位置に書き込む段階が、 （１）第１ディレクトリを利用して書き込まれるべき関
   連ページのグループに対して新しいスロットをＳＭＳの
   外部記憶部分に得、該第１ディレクトリを更新すること
   なく該関連のページをそれらの新しいスロットに書き込
   む段階、 （２）該第１ディレクトリにおける書き込まれたページ
   の外部アドレスをアトミックに更新し、該新しいスロッ
   トを使用不能にし且つ該古いスロットを使用可能にする
   べく外部記憶装置における自由空間のマップを更新する
   段階、及び （３）オペレーションが完了したことを該ＳＭＳに合図
   する段階を含むことを特徴とする請求項２の方法。
5. 【請求項５】 故障に無関係の記憶媒体置換分を有する
   ＣＰＵ記憶サブシステム内にページを健全に複写する方
   法であって、該複写が実施アプリケーションによってア
   クセスされるページのサブシステム可用性を保証する方
   法において、 （ａ）外部的にアドレスされたページ又は関連ページの
   グループへの各書込みオペレーションに応答して、該ペ
   ージ又はグループに対する論理アドレスの第１一致及び
   該ページ又はグループに対する該記憶サブシステムにお
   ける絶対アドレスを定義し、外部アドレス及び片方の論
   理アドレスの第２一致を定義し、且つ該記憶サブシステ
   ムにおける該絶対アドレスにページを書込む段階、及び （ｂ）各書き込み更新に、あるいは該記憶サブシステム
   における外部的にアドレスされたページ又はグループへ
   のアクセスパスを確立する上での各割込みに応答して、
   該外部的にアドレスされたページ又はグループをその現
   在の論理的及び絶対アドレスから、該第１のものからの
   故障に無関係の記憶媒体上の別の論理及び絶対アドレス
   に複写し、該ページ又はグループの該新しい論理アドレ
   スが該新しい絶対アドレスと対になり且つ該ページ又は
   グループの外部アドレスが該新しい論理アドレスと対に
   なるようにするために該一致をアトミックに更新する段
   階を含むことを特徴とする方法。
6. 【請求項６】 該第１一致を定義する段階が、二重化ペ
   ージ又はグループを定義し且つ該一次ページコピーの論
   理アドレスに対向する該二重化の論理アドレスを含むよ
   うに該第一一致を拡張し、該二重化コピーの該論理及び
   絶対アドレスをエントリとして該第１一致に書き込む段
   階、及び該二重化コピーの論理アドレスを該第二一致に
   おける外部アドレスに対向する一時コピーの論理アドレ
   スに付加する段階を更に含むことを特徴とする請求項５
   の方法。
7. 【請求項７】 他のＣＰＵオペレーションと並行して記
   憶サブシステムの外部記憶部分（ＥＳＡ）内にページを
   再配置するためのＣＰＵ実施方法であって、該記憶サブ
   システムがページ又は関連ページのグループへのディレ
   クトリロック可能パスを確立するための手段を有し、各
   ページ又は関連ページのグループのための該パスが論理
   アドレスにマッピングされた仮想外部記憶アドレス（Ｖ
   ＥＳＡ）及び絶対記憶サブシステム定位（デバイス、オ
   フセット）にマッピングされた論理アドレスを含むＣＰ
   Ｕ実施方法において、 （ａ）各ページ又は関連ページのグループに対するＥＳ
   Ａを通して、論理アドレスとＥＳＡ故障独立記憶置換分
   における絶対アドレスとの第１一致並びにＶＥＳＡと該
   論理アドレスの第２一致を定義する段階、及び （ｂ）各ＶＥＳＡ指定ページ更新オペレーション又はＶ
   ＥＳＡ指定ページへの該アクセスパスにおける割込みに
   応答して、該指定ページを故障独立媒体上の異なった論
   理アドレス及び異なったデバイスとオフセットにシャド
   ウ・コピーし、該新しい論理アドレスが該新しいデバイ
   スとオフセット定位と対になるように且つ該ＶＥＳＡが
   該新しい論理アドレスと対になるようにするべく該一致
   をアトミックに更新する段階を含むことを特徴とするＣ
   ＰＵ実施方法。
8. 【請求項８】 該ページへのディレクトリロック可能パ
   スがＢツリーとして表現され、各Ｂツリーがルートノー
   ド、内部ノード、及び外部ノードを含んでおり、全ての
   ページＶＥＳＡが該外部ノード（葉）に現われ、全ての
   内部（非葉）ノードがルーティングポインタ及び同期化
   値を含んでおり、 上記ノードの情報容量が限定されており、更に、上記ノ
   ードがそのオーバーフロー又はアンダーフローを防止す
   るために分割（分割オペレーション）あるいは結合（結
   合オペレーション）されており、 如何なるページの更新又は削除も、該ページＶＥＳＡを
   含む外部ノードへのアクセスパスにおけるノードの同期
   化された値の変更をもたらすことを特徴とする請求項７
   の方法。
9. 【請求項９】 該絶対アドレスが基底に変位を加えたア
   ドレスの形式であり、該基底が故障独立記憶デバイスの
   アドレスであり且つ該変位が該デバイス上の所定のオフ
   セットであることを特徴とする請求項５又は７の方法。
10. 【請求項１０】 任意のページの更新又は削除におい
    て、変化した又は削除されたページのＶＥＳＡを含む外
    部ノードから共通ノードにＢツリーをシャドウ・コピー
    する段階であって、該共通ノードが更新又は削除以前に
    該ページのＶＥＳＡにも及ぶ段階、且つ該共通ノードを
    該記憶サブシステムにおける所定位置に書き込む段階を
    更に含むことを特徴とする請求項８の方法。
11. 【請求項１１】 関連ページのグループのための論理ア
    ドレスに関連する記憶容量又は程度が、１０個のＤＡＳ
    Ｄページ＜論理アドレスに関連する記憶容量＜該ＤＡＳ
    Ｄデバイスの１／１０容量の範囲、即ち、１０ページを
    記憶するのに要するＤＡＳＤ容量より大きく且つＤＡＳ
    Ｄデバイスの容量の１／１０より小さい範囲にあること
    が好ましい請求項５又は７の方法。
12. 【請求項１２】 プロセッサ、オペレーティングシステ
    ム、プロセッサ内部メモリから形成されるデータキャッ
    シュ、故障から独立した記憶デバイスを含む外部記憶装
    置、及び該オペレーティングシステムを経由して発生さ
    れたアプリケーション発生読出し及び書込みオペレーシ
    ョンに応答して該キャッシュにある、あるいは該外部記
    憶装置からキャッシュにリフレッシュされるページ又は
    関連ページのグループをアクセスするための手段を有す
    るシステムであって、 該アクセス手段がページ又はグループへのディレクトリ
    ロック可能パスを利用し、各ページ又はグループのため
    の該パスが論理アドレスにマッピングされた仮想外部記
    憶アドレス（ＶＥＳＡ）及び絶対記憶サブシステム定位
    （デバイス、オフセット）にマッピングされた論理アド
    レスを含んでおり、 該プロセッサが、該オペレーティングシステムを含む手
    段であって、アクセスパス故障、干渉又は性能低下の割
    込み指示を行うための手段を有することを特徴とするシ
    ステムにおいて、 外部記憶装置のためのページ又はグループ定位ディレク
    トリを論理アドレスによって指標付けされた絶対アドレ
    スとして且つＶＥＳＡアドレスによって指標付けされた
    論理アドレスとして動的に定義及び更新するための手
    段、 各割込み又はＶＥＳＡアドレス指定されたページ又はグ
    ループの更新に応答する手段であって、該ＶＥＳＡアド
    レス指定されたページ又はグループをその元の論理及び
    絶対アドレスから故障から独立したデバイス上の新しい
    論理及び絶対アドレスにシャドウ・コピーするための手
    段、及び該新しい絶対アドレスが該新しい論理アドレス
    によって指標付けされ且つ該新しい論理アドレスがＶＥ
    ＳＡアドレスによって指標付けされるエントリを含む該
    ディレクトリをアトミックに変化するための手段を含む
    ことを特徴とするシステム。