JPH06208498A - 複数のシステムより成る多重処理環境における予約保持システムの捜出方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 システムの故障発生時に、自動的に正しい修
正動作をトリガしてシステム・ダウンタイム及びオペレ
ータの介入を最少にすること。 【構成】 多重処理環境で使用される共用装置４８２
と、その "予約”を保持する中央処理装置（ＣＰＵ）４
６１とを含み、共用装置の制御装置によりリセット忠誠
（Ｒ／Ａ）コマンド遂行の結果戻されたセンス・データ
はそれを通して予約を拡張した経路群６８０に対する経
路群識別子ＰＧＩＤを含み、ＰＧＩＤは予約を保持する
ＣＰＵを指定し、戻されたセンス・データにあるＰＧＩ
Ｄはシスプレックス４５５用結合済データ・セット６２
０に置かれるＩＯＳ記録１１００に変換され、予約を保
持する特定のＣＰＵの共通システム名を生成することを
特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は多重処理環境内で使用さ
れる物理的共用装置に対する "予約”を特徴とするハー
ドウェア又はソフトウェアいずれかの障害を有するシス
テムを識別する方法及び装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のメインフレーム・コンピュータ導
入システムは、一般に、いわゆる、 "共用装置”アーキ
テクチャと呼ばれるものを使用する。これらアーキテク
チャを通し、例えば、多数の個々の処理装置（プロセッ
サ）のような独立したオペレーティング・システム群は
ディスク装置又は周辺装置のような個々の物理的装置を
共用する。かかる共用によりこれら全べてのプロセッサ
は、特定の入出力（Ｉ／Ｏ）装置のような共通の（コモ
ン）周辺装置が使用可能になると共に、直接アクセス記
憶装置（ＤＡＳＤ）のような共通装置に記憶されている
データに対してアクセスする能力をこれらプロセッサに
与えることが可能とする。

【０００３】このようにすることにより、多数のシステ
ムに亘り単一装置の使用を増加し、拡大しうるようにし
たことにより導入全体のコストを有益に下げることがで
きる。これらシステムは、屡一群の処理装置で構成され
るが、共通の中央処理装置（ＣＰＵ）で遂行する個々の
オペレーティング・システムのような別個なソフトウェ
ア処理及び（又は）他のハードウェア装置で構成するこ
とができる。

【０００４】これら "共用装置”アーキテクチャにおい
て、各装置は典型的に個々のマイクロプロセッサ・ベー
ス制御装置によって制御される。ハードウェア定義の通
信リンク（通常 "経路”と称する端末間ハードウェア
部）は対応する制御装置を介しシステム（典型的にＣＰ
Ｕ）と共用装置との間に存在する。本質的に、システム
は、経路を介して共用装置をアクセスする。

【０００５】本譲受人の製造による早期のシステム３７
０シリーズ・コンピュータのようなあるハイ・エンド・
メインフレームは、各システムに対して上向きの８経路
を提供するかもしれない。これら特定のコンピュータに
対する制御装置の装置側経路は、制御装置と共用装置間
で接続された共用装置の特定のポートか又はバスの特定
のアドレスと、制御装置との間に専用の物理的接続の形
式をとることができる。

【０００６】制御装置のシステム側経路としては、シス
テムから制御装置に対するハードウェア接続上を搬送す
る。それは、例えば、チャンネル制御ワードのような適
当なソフトウェア、メッセージで構成することができ
る。ＣＰＵから共用装置に対する全体的接続は普通 "チ
ャンネル”と呼ばれる。各チャンネルは１つの共用装置
に個有に接続され、個有のチャンネル経路識別子と、接
続された共用装置及びそのチャンネルが接続されるＣＰ
Ｕと通信する論理的に分離されたそれぞれ別個の機能を
有する。

【０００７】チャンネルは各々が共用装置との通信に使
用することができる複数のサブチャンネルを含むかもし
れない。この点に関し、各サブチャンネルはチャンネル
間で共用されず、１本の経路と関連するのみである。こ
の点に関する詳細は、例えば、ＩＢＭ出版番号ＳＡ２２
−７０８５−１の "オペレーション原理−−ＩＢＭシス
テム／３７０拡張アーキテクチャ”（第２版、１９８７
年１月、１３−１頁）（インターナショナル・ビジネス
・マシーンズ・コーポレーションの著作権、１９８７
年）を参照するとよい。この参照文献は以下 "システム
／３７０ ＥＳＡＰＯＰ”マニュアルと呼ぶ。

【０００８】従って、これら各システム、例えば、ＣＰ
Ｕから発したコマンドはそれら関連するアドレスされた
チャンネルを介して共用装置に送られ、そこで遂行さ
れ、応答がある場合、その共用装置からシステムに対し
て反対方向に応答を返送する。ＣＰＵは、又、その経路
を介し共用装置に接続された制御装置に対して適当なコ
マンドを発行することによってその経路から共用装置を
論理的に切断し、接続することができる。。

【０００９】これら物理的な装置は数個の異なるシステ
ム間で共用されるが、それにも拘らず、これら各装置は
１度に１コマンドの遂行のみに制限される。従って、数
年前、多数の異なるシステムから発行したコマンド間で
装置を逐次化する、いわゆる"予約／解放”(Reserve／R
elease)方式が開発された。

【００１０】要するに、如何なるシステム、例えば共用
装置に対するアクセスを要求する１ＣＰＵにおいて遂行
する数個のオペレーティング・システムの１つ、又は数
個のＣＰＵの１つにおいて遂行するオペレーティング・
システムは共用装置に対しそのシステムを連結する指定
のチャンネルを介して "予約”(Reserve) コマンドを発
行する。

【００１１】予約コマンドは、そのチャンネルに対して
接続されている制御装置がそれを遂行したときに、装置
を他のチャンネル（及びそこに使用されている他の経路
の全べて）から閉鎖（すなわち、アクセス禁止）するの
で、全べて他のシステムからこの装置に対してアクセス
することができなくなる。その結果、共用装置は予約を
送信した経路を介してのみ、搬送されたコマンドに応答
し、遂行することができる。

【００１２】これは、その共用装置がその特定のシステ
ムに対する一連のコマンドを遂行し、その装置を共用す
ることができる他のシステムから割込み又は干渉されず
に得られたデータを適当なところに供給することができ
る。従って、特定のこのシステムは "予約”を保持する
ものとみなされる。

【００１３】上記の遂行は、この特定のシステムがその
チャンネルを介して "解放”コマンドを発行してその予
約を解放するまで続けられる。この "解放”(Release)
コマンドに応答して、制御装置は、如何なるシステムも
対応する経路を介して再び予約コマンドを発行し、予約
を保持し、それによってその装置に対し独占アクセスす
ることを許容する、等々である。

【００１４】制御装置は、数個の事前定義された、いわ
ゆる "忠誠”規則に基づきチャンネルを制御する。本質
的に、これら規則は、ひとたび共用装置が１つのシステ
ムで走行するプログラム（特に、いわゆる "チャンネ
ル”プログラム）に割り振られると、装置とシステム間
に忠誠が設定され、その特定の共用装置は、他のシステ
ムで走行する他のプログラムに使用不能になるというこ
とをそれに結合して要求する。

【００１５】そのように、 "予約／解放”コマンドは、
それぞれのシステムによって発行されたとき、予約を取
得し、保持し、解放し、必要に応じて複数チャンネルの
プログラムが単一の共用装置を介して、自動的に複数の
Ｉ／Ｏオペレーションを遂行することができる。

【００１６】従来、ここで特に関連がある忠誠は、 "活
動”忠誠、 "作業”忠誠、及び "予約”忠誠等であり、
これら数個のタイプの忠誠があればよい。本質的に、
"活動”忠誠は装置に対しチャンネルを通してシステム
が活動的に通信するときはいつでも発行される。

【００１７】"作業”忠誠は、チャンネルを介してその
間に活動通信が行われている（ "活動”忠誠の場合）期
間中、及びそのチャンネルを通して予め受信したコマン
ドがその共用装置で保留中であるときに、そのシステム
から共用装置に対して "拡張される”、すなわち、この
忠誠が発生すると言われる。

【００１８】後者の場合、共用装置はシステムから有効
に切断されるが（システムが他のタスクを処理する能力
を可能にするため）、その後コマンドの遂行を終了する
ため、そのチャンネルを介して再び接続される。この後
者の場合の例は、データ読出コマンドを遂行し、アクセ
スしたデータを要求システムに供給する準備において、
そのヘッドの１つを適当に位置付けするディスクドライ
ブを含む。

【００１９】屡、 "作業”及び "活動”両忠誠は一般
に、及び集合的に "暗黙的”忠誠と呼ばれる。 "予約”
忠誠は、システムから予約コマンドが発行されるとすぐ
に発生してその装置をシステムに割振り、他の経路を介
してその装置にアクセスすることを禁止する。

【００２０】歴史的にみて、 "予約／解放”コマンド
は、最初装置を割振るべく予約コマンドを発行したシス
テムのみが解放コマンドを発行して特定割振りを終了す
ることができるというように実行された。

【００２１】この特定の "予約／解放”方式は複数シス
テム間の単一共用装置の有効な逐次化を可能にするが、
システムが経路を介し故障前に共用装置を "予約”した
場合には、故障期間中、システムと装置間に忠誠が存在
するという状態で、経路の一部、又は制御装置を通る全
チャンネルでさえ、誤動作、すなわち、故障するかもし
れないということが従来の装置では明らかである。

【００２２】その上、故障それ自体の状態が、その直前
にその経路に対して忠誠が存在していなかった場合でさ
え、その経路に忠誠を設定することができるものであっ
た。その結果、制御装置は、そこから生じた忠誠を受け
て、故障が発生すると直ぐ、他のシステムからその装置
に対するアクセスは全体的に禁止されることになる。

【００２３】従って、その経路の故障状態が "予約”を
保持する特定のシステムが共用装置と通信することを防
止するため、そのシステムも他のシステムもその状態
中、その共用装置をアクセスすることができない。従っ
て、かかる故障の症状は、その延長期間中、どのシステ
ムも共用装置に対するアクセスに対して全体的に無能で
あった。

【００２４】そのような故障を適切に処理するため、従
来技術では、 "無条件予約”(Unconditional Reserve）
（Ｕ／Ｒ）コマンドを設けた。このコマンドは、どのシ
ステムからでも発行され、関連する制御装置に対し、そ
の経路を介して搬送され、その装置で遂行された場合、
その制御装置はその制御装置に関連する全べての他の経
路から全べての忠誠を取り去り、Ｕ／Ｒコマンドを搬送
した特定の経路を介して予約忠誠を設定する。その結
果、これはＵ／Ｒコマンドを発行したシステムに対し、
共用装置の制御を取得可能にする。

【００２５】しかし、Ｕ／Ｒコマンドは、予約を保持し
ていた特定のシステムのみでなく、如何なるシステムか
らでも発行することができるので、このコマンドを使用
して共用メモリー装置、特にＤＡＳＤを復元することは
その装置に共用するデータの完全性又は保全性を犯す有
意な危険を伴うことになる。

【００２６】特に、Ｕ／Ｒコマンドを発行したシステム
が予約を保持したシステムと同一システムの場合、故
に、共用装置に記憶されたデータを更新したシステムと
同一システムの場合、そのシステムは、単に、適当なデ
ータ回復オペレーションを呼出し、故障状態直前に存在
した装置及びチャンネル・プログラム状態を使用して、
その共用装置を通しデータ復元処理を実行する。

【００２７】その結果、データの完全性喪失は、システ
ムが記憶データを更新しようとした場合でも発生しそう
もない。同様に、故障発生のときに、システムが装置の
データを更新しなかった場合、どのシステムもデータの
完全性を喪失することなく、Ｕ／Ｒコマンドを発行する
ことができる。

【００２８】しかし、その共用装置は、Ｕ／Ｒコマンド
を発行し、前者（予約保持）システムに対して記憶デー
タを更新したシステムとは異なるシステムに対して予約
された場合、後者（予約保持しない）システムによりデ
ータ更新オペレーションが行われると、記憶データの完
全性を危険にさらすことになる。その場合、後者システ
ムは前者システムから予約を有効に "スチール”する。

【００２９】しかし、後者システムは前者システムによ
って行われた更新オペレーションを知らなかったので、
後者システムは正しいデータ回復手順を呼出すことがで
きず、前者システムによる処理によって完全重ね書きを
おこし、更新したデータを破壊することになる。

【００３０】その上、前者システムは、後者システムに
よって行われる如何なる更新又は回復オペレーションも
知ることはない。従って、前者システムが活動サービス
に戻ったときはいつでも、このシステムは重ね書きする
か、又は前者システムによって記憶されたデータを破壊
する。

【００３１】その結果、異なるシステムからのＵ／Ｒコ
マンドの発行及び予約の "スチール”から生ずるデータ
の完全性の喪失を避けるため、このシステムは、まずこ
のコマンドを発行したか否かについてコンピュータ、オ
ペレータに照会する。オペレータはこの照会に応答する
前に、手動で全ての "共用”処理を禁止し、特定のシス
テムが予約を保持するか否かを判別した後、その特定シ
ステムに対して適切な正しいデータ回復処理手順を呼出
して、データの完全性の喪失に対する保護手段に対して
の処理を行うべきことが要求される。

【００３２】あいにく、この解説書の作業はオペレータ
にとって大変負担であり、その装置を他のアプリケーシ
ョンに割振る際の妨害となり、Ｕ／Ｒコマンドを発行し
ていなかった全システムに対する全べての製作作業負荷
を一定期間終了させることが要求される。処理時間の延
長による損失は屡コンピュータ所有者にとって有意な金
銭的コストとなる。

【００３３】このコマンドが発行されるべきであった
が、予約を送信した経路、すなわち、"予約経路”が故
障した場合は、異なる経路を介してその共用装置に対し
Ｕ／Ｒコマンドが発行される。

【００３４】本願譲受人によって製造されたシステム３
７０／拡張アーキテクチャ（ＸＡ）及びシステム３９０
シリーズ・コンピュータ（特に、システム３９０モデル
ＥＳ／９０００−９００コンピュータ）のような "動的
経路指定”を使用した最近のメインフレーム・コンピュ
ータにおいては、Ｕ／Ｒコマンドの使用はまだ困難であ
る。

【００３５】特に、システム及び装置間で単一経路を予
約しない動的経路指定（アール・エル・コーミアほかに
対し１９８４年６月１９日に与えられ、本願譲受人が所
有し、例えば、システム／３７０ ＥＳＡ ＰＯＰマニ
ュアルの１３−１乃至１３−９頁に記述されている例示
的な米国特許第４，４５５，６０５号に見られる）は各
システムと共用装置間における全経路群の予約（要する
に "共用”）を可能にする。

【００３６】従って、これらコンピュータにおけるシス
テムは単一経路を通してではなく、経路群を介して共用
装置をアクセスする。かかる各群は、その群に接続され
たシステムの初期化中に設定された１１バイト経路群識
別子を搬送する。 "セット経路群ＩＤ”(Set Path Grou
p ＩＤ、経路群識別子セット）（ＳＰＩＤ）コマンドの
遂行により、その群の各経路に対する対応する識別子が
それに関連する制御装置に記憶される。

【００３７】このコマンドを発行するため、かかる各シ
ステムは、まず適当なハードウェア・データを取り出
し、そのデータを正しい１１バイト経路群識別子に変換
して、そのシステムから装置に対する各個々の経路に沿
ってその識別子を有するコマンドを送信することによ
り、経路群を形成する。それに続き、このコマンドを受
信した制御装置はかかる各経路と経路群識別子との間の
内部通信路を設定する。

【００３８】"動的経路指定”(Dynamic Pathing）は
"センス経路群ＩＤ”(Sense Path Group ＩＤ、経路群
識別子読出）（ＳＮＩＤ）コマンドを使用して、その識
別子（ＩＤ）で指定した経路群の状態を読出す能力を提
供する。システムからのこのコマンドの発行（すなわ
ち、 "発行”システム）に応答して、関連する制御装置
はその接続経路群の識別子とその群の状態とを提供する
メッセージを返送する。

【００３９】状態情報は、単に、その経路群が現在その
発行システムに予約されているか、又は他のシステムに
（この場合、他のシステムを指定しない）予約されてい
るかを表示する。かくの如く、戻りメッセージは予約を
保持する特定のシステムを指定していない。運良く、こ
の動的経路指定は、経路故障の場合、Ｕ／Ｒコマンドを
発行して、異なる経路に予約を移動する必要性を有効に
減少する。

【００４０】この点に関し、群の単一経路が故障した場
合、予約は単に群に残り、通信は単にその経路群の次に
使用可能な経路を介して送信される。その上、動的経路
指定は共用装置を群の一経路から切断し、先に放棄する
ことなく同一群の他の経路を通して再び接続し、予約を
再設定するが、動的経路指定においてＵ／Ｒコマンドを
発行する必要性は下記のようにまだ存在する。

【００４１】その上、かかる最近のメインフレーム・コ
ンピュータのシステムは、少くとも理想的には、相当多
数の経路群を介して、極度に多数の装置に対して共用す
るよう拡張構成することができる。これら各システム
は、典型的に、いわゆる未着割込ハンドラ（ＭＩＨ）を
通して動作するタイマを使用して、共用装置又は経路群
にあるような、Ｕ／Ｒコマンドの発行を必要にするかも
しれない故障を検出するための割込み（一般に、" ' 開
始保留 '未着割込み”、又は単に "ＭＩＨ割込み”とい
う）を発生する。

【００４２】そこで、このタイマは共用装置に関連する
コマンドが呼出されたときに開始する。タイマは省略時
期間（典型的に１５秒）が経過したときにタイムアウト
するか、又はＭＩＨ割込みを発生し、コマンドが成功し
て終了したときにリセットするが、そのどちらか早い方
で終了する。各システムの装置は、各経路群か共用装置
の故障状態の症状による割込みの発生があるか否かを周
期的に検査する。

【００４３】この最近のコンピュータでは、システムが
Ｕ／Ｒコマンドを発行した結果、予約がスチールされる
かもしれず、それによって、再びデータの完全性が危険
にさらされるかもしれないという問題がある。 "センス
経路群ＩＤ”コマンドはＭＩＨ割込みに応答して発行す
ることができるが、そうすることは予約を保持する特定
のシステムを識別しないことになる。

【００４４】故に、システムがＵ／Ｒコマンドの発行を
許容する前に、再びコンピュータ、オペレータは以下の
ことに制約されることになる。すなわち、それは、全コ
ンピュータを通して共用を禁止し、Ｕ／Ｒコマンドを発
行しないシステムを静止して、どの特定のシステムが予
約を保持しているか否かを判別するため、かかる各シス
テムを連続的に手動で照会する（その状態をオペレー
タ、コンソールのモニタに表示する）ことによって行わ
れる。予約が検出されると、オペレータは正しい修正動
作、例えば、後にこの動作を呼出し、このシステムに適
切なデータ回復手順を識別することができる。

【００４５】見えない故障状態はたまに発生するが、そ
れにも拘らず、それが発生した場合、このコンピュータ
に使用されている相当多数のシステムは、各すべてのシ
ステムに手動で照会する。その間、全コンピュータは延
長期間中静止しなければならないということが必要とな
る。大型コンピュータ導入システムにおけるこの故障時
間は極端なコストの負担となる。

【００４６】故に、従来技術における必要性は、コンピ
ュータ導入システムが故障状態の場合、予約を保有する
特定のシステムを検出し、適当な修正動作を行い、装置
を活動サービス状態に戻すに必要な全コンピュータ・シ
ステムのダウンタイム又は故障時間を相当減少すること
である。

【００４７】しかし、これは故障状態でないのに、１群
のＭＩＨ割込みを発生してコンピュータ・オペレータを
悩ませると共に、そのオペレータに誤ってＵ／Ｒコマン
ドを発行させ、データの完全性を危険にさらす等他の併
発病を引きおこすものと思われる。これらの状況下で
は、共用装置は、例えば、非常に長いデータ更新オペレ
ーションのような延長期間の間、単に予約されてしまう
かもしれない。

【００４８】Ｕ／Ｒコマンドの発行及び上記の状況にお
ける予約の "スチール”は共用装置において更新されて
いるデータを危険にさらすことになる。更に、かかる割
込みの発生は、共用装置が、例えば数分間予約された場
合、単に他の割込みを発生させる関連タイマをリセット
し、共用装置が予約されている間中、その状態にあると
いうことのみを与える。従って、かかる割込みは連続発
生するかもしれず、その割込みがオペレータに対し、対
応するＵ／Ｒコマンドを発行するか否かの判別を要求す
ることになる。

【００４９】しかし、リセットするべく忠誠が必要とさ
れなかった場合、その時間中に発行されたＵ／Ｒコマン
ドは単に不必要にオペレータに対しその努力を払わせ、
データの完全性を危険にさらすことになる。故に、誤っ
たＵ／Ｒコマンドの発行数を大きく減少させる試みが行
われ、その結果、ＭＶＳオペレーティング・システムは
如何なる経路群に対してもＳＮＩＤコマンドを自動的に
発行するよう変更され、どの群が予約されたか否かに関
係なく、どのシステムが予約を保持しているか否かに関
係なく、その群の状態を判別するようにした。

【００５０】経路群が予約された場合、このコマンドの
発行は、（ａ）故障は発生しなかったが、予約は相当長
期間保持され、（ｂ）故障は予約を保持するシステムに
よって回復され、又は（ｃ）知らなかったシステムから
故障が発生した、ということを示す。

【００５１】しかし、ＳＮＩＤコマンドから戻された感
知又はセンス・データによって示されたどこにも経路群
が予約されていなかった場合、予約は更にこのセンス・
データが戻された後でさえ、その群の中で拡張すること
ができる。従って、これらの場合、尚、Ｕ／Ｒコマンド
を発行していなかったシステムを静止し、各システムを
手動で照会して、予約を保持しているシステム、及び故
障しているシステムを捜出するために、オペレータの介
入を要求する。

【００５２】"センス経路群ＩＤ”（Sense Path Group
ＩＤ）コマンドの使用はオペレータが誤ってＵ／Ｒコマ
ンドを発行する機会を大きく減少したが、オペレータ
は、なお、Ｕ／Ｒコマンドを発行するべきか否かを関係
システムに手動で照会し、判別するタスクの負担がかけ
られる。

【００５３】最近、再び、オペレータの介入を減少する
試みの中で、他のコマンド、すなわち、 "リセット忠
誠”（Ｒ／Ａ）コマンドが導入された。特に、このコマ
ンドは、システムから発行され制御装置で遂行される場
合、共用装置に対して設定された "作業忠誠”をその装
置でリセットさせるようにした。このコマンドは制御装
置で遂行したときに、３２バイトの結果をシステムに戻
す。

【００５４】従って、ＭＩＨ割込みが発生し、それによ
って経路群又は共用装置に故障状態が存在するというこ
とを示した場合、このコマンドが自動的に使用され、そ
れにより、ＳＮＩＤコマンドを発行した特定のシステム
がその経路群又は共用装置をその作業忠誠から解放する
ことに成功する。このコマンドが予約をスチールするこ
とを防止するため、Ｒ／Ａコマンドは予約忠誠が設定さ
れていたときはいつでも機能しないようにした。

【００５５】この場合、 "リセット忠誠”コマンドは、
単に、（ａ）経路群又は共用装置が予約されていること
を明記し、及び（ｂ）経路群又は共用装置がそのコマン
ドを発行したシステムか、又は他のシステム（そのシス
テムを明確に識別しないが）に対して予約されているか
否かを単に示すビットを含む３２バイトの結果を返送す
る。

【００５６】その結果、Ｒ／Ａコマンドを発行したもの
以外のシステムが予約を保持している間にＭＩＨ割込み
が発生した場合、オペレータは、尚、一般に、予約を保
持している特定のシステムを検索して後、適切な修正動
作を実行するため、各システム又は経路を手動で質問す
るというわずらわしいタスクの負担がかけられる。

【００５７】

【発明が解決しようとする課題】以上の説明からわかる
ように、上記従来のシステムでは、どのシステムが現在
予約を保持しているか否かを判別するべき環境にある各
システムをオペレータが手動で質問する必要性が、全面
的に除去されなくとも、それを有意に減少するような、
例えば、複数処理環境に使用する技術（装置及びその方
法）の必要性がまだ存在するということがわかる。

【００５８】更に、今まで、いわゆる "相手先商標製造
会社インターフェース”（OriginalEquipment Manufact
urers Interface）（ＯＥＭＩ）（本質的に上記したよ
うな）で許された多数のシステムに対して装置の共用を
拡張するため（及び接続性の拡張を提供するため）本願
譲受人によって開発された "エンタープライズ・システ
ム接続 "（Enterprise System Connection）(ESCON）ア
ーキテクチャの能力拡張のため、更に上記のような技術
の必要性が特に強くなりつつある。

【００５９】本発明の目的は、正しい修正動作を自動的
にトリガすることにより、導入システムのダウンタイム
及びオペレータの介入を相当減少して処理コストの低減
に有益に使用することができる技術を提供することであ
る。

【００６０】

【課題を解決するための手段】本発明は、故障状態の場
合にオペレータが手動で各システムに質問して予約を捜
出する必要性を、完全ではなくても、ほとんど除去する
ことにより、従来技術の欠点を有益に克服することがで
きる。

【００６１】本発明は上記の目的を達成するため、リセ
ット忠誠（Ｒ／Ａ）コマンドの遂行により戻されたセン
ス・データを変更することにより、予約を保持する経路
群に対し経路群識別子（ＰＧＩＤ）を含めるようにし
た。各かかるＰＧＩＤは接続を通して予約を延長できる
よう接続されたＣＰＵの個有の識別を有する。

【００６２】ＰＧＩＤは、ＭＶＳオペレーティング・シ
ステムを通して装置を共用するすべてのオペレーティン
グ・システム、例えばＭＶＳ及びＶＭオペレーティング
・システムに対し、同一方法で有益に生成される。かく
して、かかる各群に対するＰＧＩＤは全世界を通してほ
ぼ個有であることが保証される。

【００６３】従って、コンピュータ導入システムが如何
に多くの経路群を使用するか、又は全世界に存在し、物
理的経路指定に使用される導入システムの数に関係な
く、又これら導入システムのどれが相互に接続されるか
否かに関係なく、全べての機会で如何なる１導入システ
ムからでもそのＲ／Ａコマンドによって戻されたセンス
・データに含まれている場合のＰＧＩＤは全世界で１つ
の特定の経路群のみを指定する。

【００６４】従って、ＰＧＩＤから供給されたメッセー
ジ含有ＣＰＵ識別データがオペレータに対して生成さ
れ、それを適当なモニタに表示して、現在予約を保持し
ている単一経路群に接続されているＣＰＵ（又は、下記
するように、１つのかかるＣＰＵにおけるホストＶＭシ
ステムで遂行する複数質問ＭＶＳオペレーティング・シ
ステム）を明確に定義する。このメッセージは、又、例
えば、１つの特定のシステムに適当な自動回復ルーチン
をトリガして予約を保持することにも使用される。

【００６５】更に、本発明は、シスプレックス（sysple
x 、すなわち、システム間結合機能（cross system cou
pling tacility, "ＸＣＦ”）を介して多数の相互接続
コンピュータ・システムと通信する）を編入することに
より、Ｒ／Ａセンス・データに含まれているＣＰＵ識別
データを共通システム名に手動変換する必要性からシス
プレックス・オペレータをほぼ解放する機能を提供す
る。

【００６６】特に、Ｒ／Ａセンス・データに含まれてい
る経路群識別子は、テーブル・ルックアップ又は索引オ
ペレーションを介して、いわゆる "結合済データセッ
ト”（Coupled Dataset)に設けられているＩＯＳ（Ｉ／
Ｏ監視プログラム）記録に変換され、オペレータが容易
に認識しうる共通システム、すなわち、 "導入システ
ム”（installation）名に変換される。このデータセッ
トはＸＣＦに保持され、その識別と、シスプレックスの
各個々のシステムの状態及び他のそのようなシステムと
そのシステムとの相互接続の状態に関する他の情報とを
含む。

【００６７】特に、ＩＯＳ記録それ自体は、全べての経
路群識別子と共に、そこに各経路群が接続されるシスプ
レックスの各システムの共通システム名のテーブルを含
む。結合済データセットは、シスプレックス内の全べて
のシステム間で共用され、ＸＣＦを介してアクセス可能
である。

【００６８】その結果、シスプレックスのどのシステム
でも、Ｒ／Ａコマンドによって戻された経路群識別子を
受信し、関連共通システム名を判別するようＩＯＳ記録
をアクセスする。この共通システム名は、使用可能な場
合、オペレータに対して生成されたメッセージに有効に
含まれ、及び（又は）適当な自動回復ルーチンのトリガ
に使用される。

【００６９】更に、本発明の特徴は、ホストＶＭオペレ
ーティング・システムの最初で遂行する質問ＭＶＳオペ
レーティング・システムを容易に処理する能力を有す
る。この場合、両ＶＭ及びＭＶＳオペレーティング・シ
ステムは、それぞれ、同一アルゴリズムで作成された典
型的に異なる値を有し、経路群識別子を共通経路群に対
して割当てる。

【００７０】ＩＯＳ記録における対応するシステムに対
する共通エントリの中に、 "基本”ＰＧＩＤ及び "代
替”ＰＧＩＤとしてこれら両識別子を挿入し、どちらの
識別子と一致するか否か、及びそのＩＯＳ記録を検索す
ることにより、そのシステムが指定ＣＰＵにおいて遂行
しているＶＭかＭＶＳオペレーティング・システムであ
るか否かに関係なく、予約を保持している特定のシステ
ムを容易に捜出することができる。

【００７１】

【実施例】以下、添付図面に基づき本発明の好ましい実
施例を詳細に説明する。以下の説明から、多数の分離し
た各処理装置（自律的に動作し、又は動作しなくても）
が"予約／解放”(Reserve／Release)又は類似する方式
を使用して、共通の共用装置をアクセスするようにした
広く多様な多重処理又は類似する環境において、本発明
方式を容易に使用することができるということが明らか
となる。

【００７２】勿論、これらの装置はプロセッサである必
要はないが、例えば、メモリー装置のような共用装置に
対してアクセスを要求するデータ測定及び獲得システム
の入力チャンネルのような作用装置に近いものであって
よい。

【００７３】更に、これら装置は、一般に、周辺装置、
記憶装置又は入出力（Ｉ／Ｏ）装置のような共用装置で
あるが、これに限定されるものではなく、予約／解放又
は同様な機能方式（以下、簡単にするため、集合的且つ
全体的に全べて "予約／解放”方式と呼ぶことにする）
を介して処理が与えられるような共用ソフトウェア処理
を包含することさえ可能である。

【００７４】それにも拘らず、以下、本発明の実施例
は、例示及び説明を簡単にするため、特に、現在インタ
ーナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレイショ
ン（ "ＩＢＭ”）によって製造されているシリーズ／３
７０拡張アーキテクチャ（ＸＡ）又はシステム３９０コ
ンピュータ内に存在するタイプの単純化動的経路指定多
重処理環境、及び屡かかるコンピュータに使用される共
用直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）に関連した使用の
前後関係において説明する。

【００７５】Ａ．背景技術 まず、図１に基づき本発明の技術の背景について説明す
る。図１は、共用装置及び動的経路指定を使用した従来
の多重処理コンピュータ導入システム５の単純化ハイレ
ベル・ブロック図である。図に示すように、コンピュー
タ導入システム５は２つの独立した中央処理装置（ＣＰ
Ｕ）（ここでは、システム１及びシステム２と指定され
る）１０，２０と、制御装置４０と、共用装置６０とを
含む。

【００７６】これら共用装置は、現在ＩＢＭによって製
造されているモデル３８８０，３９９０によって典型的
に表わされるＤＡＳＤを例示する。各プロセッサは、こ
こで共通に "チャンネル・サブシステム”と称する物理
的経路３０及び制御装置４０から成る入出力システムを
通して装置６０をアクセスする。

【００７７】経路３０はそれ自体、例示的に２つの物理
的経路（以下、 "チャンネル経路”という）３１₁ 及び
３１₂ を含む経路群３１と、その各々がそれぞれ２つの
チャンネル経路３３₁ 及び３３₂ ；３５₁ 及び３５₂ ；
３７₁ 及び３７₂ を含む経路群３３，３５及び３７とか
らなる。

【００７８】要するに、制御装置に対し単一チャンネル
経路を通して各ＣＰＵを接続するのではなく、ここで関
連する範囲において、動的経路指定により、全べて共用
装置に関連する制御装置に対し、共通識別子を有するチ
ャンネル経路群を通して各ＣＰＵを接続する。経路群内
の各チャンネル経路は制御装置を通して拡張された異な
るサブチャンネルに対し専用接続される。又、チャンネ
ル経路は共用されない。

【００７９】それに関し、チャンネル経路３１₁ 及び３
１₂ は制御装置４０のサブチャンネル４１，４３（又、
それぞれサブチャンネルＡ及びＢとも指定される）に接
続される。各サブチャンネル４１，４３は制御装置を通
し、それぞれ２つの冗長物理的リンク５４，５６の対応
する１つを介して共用ＤＡＳＤ装置６０に延長される。

【００８０】しかし、簡素化のため、実際には、各経路
群は２チャンネル経路のみを含む２つの経路群のにみを
示し、分離したシステム及び共用装置の数に従い、経路
群には、極度に多数の装置に対して接続するための多数
の分離したチャンネル経路を含めることができる。

【００８１】共用装置に対して接続された制御装置を通
して対応するサブチャンネルと共に各これら物理的経路
を包含する端末間ハードウェア通信リンクも又、集合的
に "サブチャンネル”と称する。この点に関し、経路群
３１（及びそこに示された他の経路群と同様に）は制御
装置４０を通して２つの別々のサブチャンネルを提供す
るよう拡張され、その各々は共通アドレスを共用装置６
０に対して搬送する。

【００８２】要するに、制御装置４０はＣＰＵ１０，２
０からコマンドを受取り、各チャンネル経路のデータ転
送のタイミングを制御し、共用装置６０の状態に関する
表示を与える。ここで、制御装置４０は共用装置６０か
ら分離したように示してあるが、この装置は物理的にも
論理的にも共用装置に統合することができる。

【００８３】一般的に、ディスク装置のようなほとんど
の電気機械的装置の場合、制御装置及び共用装置が要求
する装置のタイプの違いにより、十分定義されたインタ
ーフェース（指定していない）が共用装置と制御装置と
の間に存在する。例示的にＩＢＭ３８８０及び３９９０
ＤＡＳＤで明らかなもののようなこれら装置は、一般
に、制御装置に接続されているマルチ光ディスク・ディ
スク・ドライブの１つのヘッドのような１群の１装置の
みが１度にデータを転送するようにしたタイプのもので
あり、全制御装置は多数のかかる装置間で共用される。

【００８４】かくして、単一ＤＡＳＤは、そのサイズに
より、相当多数のかかる数個の装置を提供することがで
きるが、説明に供する図面を簡単にするため、共用ＤＡ
ＳＤの１つのかかる装置６０のみを特定的に例示する。
現在この装置は８個の異なるサブチャンネルまで適用す
ることができるが、下記のように、１度に１つのみかか
るサブチャンネルを活動状態にすることができる。

【００８５】チャンネル間アダプタのような（ここでは
関係がない）ある他の電子Ｉ／Ｏ装置においては、制御
装置はそれ自体の識別性を持たない。制御装置は本発明
に関係する前記関係に対してのみ相当詳細に説明する。

【００８６】各経路群はシステム初期化中に設定され、
その群のチャンネル経路全べてに接続されている関連制
御装置内に記憶の経路群識別子を定義する（１１バイ
ト）個有のハードウェアを搬送する。各群の経路に対す
る対応する識別子は、各ＣＰＵから発行された "セット
経路群ＩＤ”コマンドの遂行中にその関連制御ユニット
にロードされる。

【００８７】このコマンドは、そのＭＶＳオペレーティ
ング・システムのＩ／Ｏ監視プログラム部の初期化中
に、そのＣＰＵから発行される（その両方共、図１には
特に示していないが、図６及び図７を参照して後に説明
する）。このコマンドを発行するため、図１に示すＣＰ
Ｕ１０のような各かかるシステムは、まずその内部シス
テム・メモリーからハードウェア定義の経路群識別値を
検索し、Ｉ／Ｏ監視プログラムを通し、この識別子を持
つコマンドをその経路群の各個々の経路に沿って搬送す
る。

【００８８】次に、このコマンドを受信した制御装置
は、その局所メモリーにかかる各経路と経路群識別子間
の内部通信を設定する。そのように、数個の経路の各々
に対する同一経路群識別子の発生により、それら特定経
路群を形成している特定の経路を定義し、以下かかる各
経路群に対して同様にする。

【００８９】それ以上の動的経路指定の詳細は、例示的
に、アール・エル・コーミアほかに対し発行され、本願
譲受人が所有の米国特許第４，４５５，６０５号 "オペ
レーション原理−−ＩＢＭシステム／３７０拡張アーキ
テクチャ”（ＩＢＭ資料番号ＳＡ２２−７０８５−１、
第２版、１９８７年１月、１３−１〜１３−９頁）に記
述されている。

【００９０】これらの状況において（図１には示してい
ない）、分離した経路群を通して１群の分離装置の各々
共通ＣＰＵが接続された場合、これら経路群の各々は同
一の経路群識別値を搬送する。

【００９１】ＤＡＳＤのような共用装置のオペレーショ
ンの直列化を説明するに当たり、図面を単純にするた
め、いずれかのＣＰＵで遂行するプログラム間では単に
１つのかかる装置（すなわち、装置６０）のみを示し、
かかるＣＰＵ内で使用されるＩＢＭで開発され販売され
ているＭＶＳオペレーティング・システムのようなオペ
レーティング・システムがいわゆる "予約／解放”方式
を使用して、各かかるプログラムが装置に対し自動的に
アクセスしうるようにした。

【００９２】本質的に、この方式を使用し、それを動的
経路群に使用した場合、システム１又はシステム２は、
如何なる指定時においても、装置６０に対してアクセス
を要求しているものはどちらも、例えば、ＣＰＵ１０が
経路群３１を介してこのコマンドを発行（矢印３２で表
わす）するよう指定された経路群を通して装置に対し
"予約”コマンド（ "Ｒ”で示す）を発行する。アクセ
スを希望するシステムは、その群の如何なるサブチャン
ネル、すなわちここで使用される如何なるチャンネル経
路を介してもそのコマンドを発行することができる。

【００９３】このコマンドは、特に、このサブチャンネ
ル４１を介してこのコマンドを受信した制御装置によっ
て遂行されると、この制御装置は他のサブチャンネル全
べて（及びそこに接続されている他のチャンネル経路全
べて）を閉鎖する。すなわち、全べての他のシステムが
この装置に対してアクセスすることを禁止する。その結
果、装置６０は、予約コマンドの発行に成功したシステ
ム（ここではＣＰＵ１０）から及び予約コマンドを送信
した経路群（例えば、経路群３１）を介して搬送された
コマンドに応答して遂行しうるのみである。

【００９４】これは、装置６０にＣＰＵ１０に対するコ
マンド・ストリングの遂行を許諾し、その装置を共用す
ることができる他のシステムから割込み、又は介入を受
けることなく、得られたデータを（それが適切な場合）
提供することが可能となる。従って、ＣＰＵ１０は "予
約”を保持するものとして見られる。

【００９５】この遂行は、ＣＰＵ１０がチャンネルを介
し "解放”コマンドを発行して、その予約を放棄するま
でその状態を続行する。制御装置４０は、解放コマンド
に応答して、ＣＰＵ１０又は２０のようなシステムに対
し再び対応する経路群を介して予約コマンドの発行を許
可し、その予約を保持し、そこを介して装置に対するア
クセスを得る等、発行することができる。

【００９６】特に、ＩＢＭ３４８０磁気テープ・ドライ
ブ・サブシステムによって典型とされるテープ・ドライ
ブのような他の共用装置に対するアトミスチック（個別
の独立した個体から成る）(Atomistic）アクセスはＣＰ
Ｕから発行した "指定”及び"不指定”コマンドを使用
して実行される。これらコマンドは "予約”及び "解
放”コマンドのそれと類似する方法で機能するので、本
発明はこれら他の装置に対しても、同様に、容易に使用
することができる。

【００９７】従って、下記説明において、 "予約／解
放”タイプの機能（ "指定／不指定”コマンドのよう
な）を提供する全べてかかるコマンドは、以下 "予約／
解放”コマンドと総括的に呼ばれ定義され、その結果と
して起こる装置の予約は以下 "予約”と総括的に呼ば
れ、定義されたこれらコマンドによって生成され又は放
棄される。

【００９８】それ故、下記の本発明の説明は共用ＤＡＳ
Ｄ装置についての実施に向けられているが、本発明は他
の共用装置に対して如何に実施されるかは本発明の理念
から当業者が容易に理解しうるものである。

【００９９】又、動的経路指定は "センス経路群ＩＤ”
コマンドを使用してその識別子（ＩＤ）が与えられた経
路群の状況を読取る能力を提供する。システムが経路群
を介してこのコマンドの発行に応答して（例えば、ＣＰ
Ｕ２０が制御装置４０を介して拡張されたサブチャンネ
ルを通してこのコマンドを発行するような）、制御装置
はその関連経路群の識別子を供給するメッセージ及びそ
の経路群の状態を返送する。

【０１００】その状態情報は経路群が現在システム（す
なわち、如何なるシステムでも）に予約されているか否
かを単に表示する。運悪く、コマンドを発行したシステ
ム以外のものが予約を保持していた場合（ＣＰＵ１０の
ような）、状態情報は現在予約を保持している特定のシ
ステムを明示しない。

【０１０１】更に、動的経路指定はまず、ＣＰＵに対
し、経路群のいずれかの経路を介して装置６０のような
共用装置に対する接続の設定を許可し、装置又はＣＰＵ
に対しその経路からの切断を許容し、その後ＣＰＵが装
置に対する予約を放棄し予約を再設定する必要なく、Ｃ
ＰＵ及び装置の両方に対し同一経路群の同一又は異なる
経路を通してその接続を再設定することを許容する。

【０１０２】加えて、個々のチャンネル経路はＭＶＳオ
ペレーティング・システムにより、特に、そのＩ／Ｏ監
視プログラムを介し、及びここに関連しない処理を使用
して、ほぼいつでも、どの経路群からでも削除され、如
何なる経路群に対しても加えることができ、経路群は動
的に変更可能である。

【０１０３】サブチャンネルを介して制御を行使するた
め、制御装置は数個の事前定義の、いわゆる、 "忠誠”
規則に従って動作する。要するに、これら規則は、ひと
たび共用装置（例えば、装置６０）が１つのシステム
（例えば、ＣＰＵ１０）において走行しているプログラ
ム（特に、いわゆる "チャンネル”プログラム）に割振
られると、この装置とシステムとの間に忠誠が設定さ
れ、その特定の装置は、すべて他のシステムを走行する
他のかかるプログラムの全べてに対し使用不能となる。

【０１０４】従って、ＣＰＵ１０が装置６０を使用して
チャンネル・プログラムを遂行している期間中、ＣＰＵ
２０はこの装置に対するアクセスが禁止される。このよ
うに、 "予約／解放”コマンドは、これらＣＰＵのＭＶ
Ｓオペレーティング・システムのＩ／Ｏ監視プログラム
成分に対し、必要に応じ、予約を取得させ、保持させ、
及び放棄させることにより、ＣＰＵ１０又は２０を介し
独立して遂行している複数チャンネル・プログラムに対
して装置６０のような単一共用装置を通し、複数のＩ／
Ｏオペレーションをアトミスチックに遂行することを許
諾する。

【０１０５】背景技術において、忠誠には複数のタイプ
があるが、 "活動”忠誠、 "作業”忠誠、及び "予約”
忠誠が特にここで関係がある。要するに、図１に示すコ
ンピュータ導入システム５に関し、 "活動”忠誠は、Ｃ
ＰＵ１０又は２０のようなシステムが、例えば、装置６
０のような装置に対しサブチャンネルを通して活動的に
通信するときはいつでも発生する。

【０１０６】"作業”忠誠はシステムからその装置に対
し "拡張”されることをいう。すなわち、この忠誠は、
経路群を介して前に受信したコマンドが装置において保
留の期間中、及びサブチャンネルを介しそれら間で活動
通信が発生している期間中（"活動”忠誠の場合）を通
して発生する。

【０１０７】前者の場合、装置６０は無関係な他のタス
クを処理するため、その装置を使用する機会をＣＰＵに
許諾するため、ＣＰＵから有効に切断することができる
が、例えば、共用装置６０がデータ・アクセス・コマン
ドを遂行して、アクセス・データを要求システムに供給
する準備のため、ヘッドの１つを適切に位置付けする間
のような、コマンドの遂行を終了し、経路群を通して再
接続の機会を持つような場合もある。

【０１０８】屡、 "作業”及び "活動”両忠誠は共通且
つ集合して "暗黙”忠誠と呼ばれる。予約忠誠は、シス
テム（ＣＰＵ１０又は２０）から予約コマンドが発行さ
れるとすぐに発生し、装置６０をアクセスして、他の経
路群からのアクセスを禁止する。

【０１０９】歴史的観点から、 "予約／解放”コマンド
は、最初、装置６０のような装置を割振るよう予約コマ
ンドを発行したシステムのみが特定の割振りを終了する
よう解放コマンドを発行することができるようにしてい
た。

【０１１０】導入システム５に使用されている各動的経
路群の代りに単一の専用経路のみを使用する従来の多重
処理コンピュータ導入システムにおいては、誤動作（故
障状態）の前にシステムがかかる単一経路を介して共用
装置を "予約”した場合には、典型的に、その故障中、
システムと装置との間に忠誠が存在することになるとい
う状況の下で、かかる経路の一部が誤動作又は故障する
かもしれない。

【０１１１】更に、故障状態それ自体、その直前にその
経路を介して忠誠が存在しなかった場合でさえ、かかる
経路を介して忠誠を設定してしまうかもしれない。従っ
て、制御装置は、結果的に生じた忠誠に直面したとき、
その故障がある限り、他のシステムが共用装置にアクセ
スすることを総体的に禁止するようにしている。

【０１１２】このような経路の故障状態が "予約”を保
持している特定のシステムと共用装置との間の通信を防
止しているため、どのシステムもこの故障状態中、装置
に対してアクセスすることができない。従って、かかる
故障の症状においては、延長期間中、どのシステムも共
用装置をアクセスすることが全く不可能であった。

【０１１３】かかる故障を適切に処理するため、従来の
導入システムにおいては、 "無条件予約”（Ｕ／Ｒ）コ
マンドを実行するようにした。このコマンドはシステム
から発行され、単一経路を介して関連する制御装置に送
られてその装置で実行され、制御装置はそれを介して拡
張された全べてのかかる経路から全べての忠誠をストリ
ップ又は取去り、Ｕ／Ｒコマンドを搬送した特定の経路
を介して予約忠誠を設定する。このようにして、Ｕ／Ｒ
コマンドを発行したシステムが共用装置の完全な制御を
得ることができるようにする。

【０１１４】図１に例示の導入システム５に使用するよ
うな動的経路指定は経路故障の場合、Ｕ／Ｒコマンドを
発行して、予約を移動する必要はない、すなわち、導入
システム５では、単一経路ではなく、全経路群を通して
装置を予約することにより、現在通信を行っている経路
が故障した場合、その後の通信は予約を移動せずに、そ
の経路群の他の経路を指定するのみでよい。

【０１１５】しかし、その際、システムからＵ／Ｒコマ
ンドを経路群に対して発行されるべきであった場合、予
約はその "発行”システムによって "スチール”される
かもしれないので、共用システム６０に記憶されてれい
るデータの完全性を犯す大きな危険が存在する。そこ
で、導入システム５内でＣＰＵ２０のようなシステム
は、いずれも故障状態のときに、共用メモリー６０を復
元しうるよう、矢印３８で示すようにＵ／Ｒコマンドを
発行することができる。

【０１１６】データの完全性は、ＣＰＵ１０のような１
つのシステムが共用装置６０に対する予約を保持してい
るときはいつでも、危険にさらされるであろうが、ＣＰ
Ｕ２０のような他のシステムは、有効に前のシステムか
ら予約を "スチール”するようＵ／Ｒコマンドを発行す
る（ＲとＸの重ね書きで示すように）。

【０１１７】その場合、ＣＰＵ２０のような後者のシス
テムは、故障状態のときまで、ＣＰＵ１０によって行わ
れていた更新オペレーションの予約を "スチール”した
ときを実際に知らなかった。従って、ＣＰＵ２０は正し
いデータ回復手順を呼出すことができず、重ね書きか又
はＣＰＵ１０で処理した更新データを破壊するかもしれ
ない。

【０１１８】予約を保持していたシステムとは異なるシ
ステムによるＵ／Ｒコマンドの発行から生じるこのよう
なデータの完全性の喪失を防ぐため、各ＣＰＵ（ここで
はＣＰＵ１０，２０）内で遂行するＭＶＳオペレーティ
ング・システムのＩ／Ｏ監視プログラムは、まず、その
システムのオペレータがそこからＵ／Ｒコマンドを発行
するべきであったことを確認することを要求するよう変
更された。

【０１１９】しかし、このコマンドの発行を確認する前
に、オペレータは全 "共用”処理を手動で禁止し、どの
特定のシステムが予約を保持したかを判別し、最後に、
その特定のシステムにとって適切な正しいデータ回復手
順を判別して呼出すことが求められ、そこでそのシステ
ムの更新操作が共用装置を通して行れるようにしてい
た。

【０１２０】運悪く、これらタスクはオペレータに大き
な負担をかけ、Ｕ／Ｒコマンドを発行していない場合、
システムを相当長時間静止し、コンピュータ所有者に対
し処理時間の喪失から生じる付随の金銭的コストの負担
を要求するものであった。

【０１２１】図１に示す導入システム５のような最新の
多重処理コンピュータ導入システムにおいては、各ＣＰ
Ｕは、いわゆる未着割込みハンドラ（ＭＩＨ）（図１で
は特に示していないが、図６及び７を参照して後述す
る）を通して操作するタイマ（図１には示していない）
を典型的に使用し、Ｕ／Ｒコマンドの発行を必要とする
かもしれない共用装置又は経路群におけるような故障の
検出に使用することができる割込み（一般に、" ' 保留
開始 '未着割込み "又は単に "ＭＩＨ割込み”という）
を発行する。

【０１２２】その点に関し、そのＣＰＵのタイマは、そ
のＩ／Ｏ監視プログラムが共用装置を巻き込むＩ／Ｏコ
マンドを開始したときはいつでも、ＭＶＳオペレーティ
ング・システム内のＩ／Ｏ監視プログラムによって開始
することができる。タイマは、省略時期間（典型的に１
５秒）が発生したか、又はＩ／Ｏコマンドの終了成功に
よりリセットされた場合（どちらか早くきた方）にタイ
ムアウトするか又はＭＩＨ割込みを発生する。かかるＩ
／Ｏコマンドが保留中の間、ＣＰＵは、経路群又は共用
装置の故障状態の症状から発生するその割込みを周期的
に検査する。

【０１２３】センス経路群ＩＤコマンドはＭＩＨ割込み
に応答して発行されるが、図１に示す、例えばＣＰＵ１
０のような特定のシステムを識別しないので、予約を保
持し、再びオペレータに対し、Ｕ／Ｒコマンドを発行し
ていなかったこれらシステムを静止してこの特定のシス
テムを手動で捜出するよう要求していた。大規模多重処
理コンピュータ導入システムにおいては、その結果生じ
た処理時間の喪失は極度なコスト増大となるであろう。

【０１２４】その上、一連のＭＩＨ割込みは、単に共用
装置又は経路群の故障の結果生じるのみでなく、単に共
用装置が延長時間中予約された理由から発生させること
ができる。その場合、各かかるＭＩＨ割込みは、尚、導
入システムの各システムを手動で質問することを含むオ
ペレータの応答を要求する。更に、忠誠をリセットする
必要がないにも拘らず発行されたＵ／Ｒコマンドは単に
不要であり、オペレータによる努力を不必要に消費する
と共に、データの完全性を危険にさらすことになる。

【０１２５】例示の導入システム５において誤って発生
するＵ／Ｒコマンドの数を有意に減少するため、制御装
置４０は、その経路群が予約されたか否かに関係なく、
"セット経路群ＩＤ”（ＳＰＩＤ）コマンド及び "セン
ス経路群ＩＤ”コマンドを経路群に対して遂行可能にす
る。その結果、故障状態が発生したときはＭＶＳオペレ
ーティング・システムから "センス経路群ＩＤ”コマン
ドが自動的に発行され、Ｕ／Ｒコマンドの発行を要求す
るシステム以外のシステムに対して経路群が予約された
か否か、経路群の状態を判別する。

【０１２６】ＳＮＩＤコマンドにより再実行された結果
発生したセンス・データが、経路群を通して予約を拡張
したことを指定した場合、それはその経路群の故障を示
し、そのため、その予約を保持している特定のシステム
のみによるエラー回復の実行が要求される。従って、Ｕ
／Ｒコマンドは発行されず、要求システムを通して修正
動作は呼出されない。

【０１２７】しかし、その経路群がどこでも予約されな
かったということを、その結果生じたセンス・データが
示さなかった場合、予約はそのデータが戻された後でさ
え、その経路群を通して拡張される。従って、後者の場
合、オペレータの介入により全導入システムをダウンし
て、予約を保持しているものを捜出するよう、手動で各
システムに質問しなければならなかった。

【０１２８】ＳＮＩＤコマンドの使用は、オペレータが
誤ってＵ／Ｒコマンドを発行する可能性を大きく減少す
るが、オペレータは、尚、Ｕ／Ｒコマンドを発行するべ
きか否か、手動で関係システムに対し質問することによ
りそれを判断するというタスクの負担がかけられる。

【０１２９】その上、ＣＰＵ２０のような各システム
は、又、 "リセット忠誠”（Reset Allegiance）（Ｒ／
Ａ）コマンドを発行することができる。該コマンドは制
御装置４０のような制御装置により遂行されると、該コ
マンドを発行した特定のシステムに対して設定されてい
た "作業”忠誠をその制御装置がリセットすることにな
る。その上、Ｒ／Ａコマンドは、制御装置において遂行
されると、３２バイトの結果をこのコマンドを発行した
システムに対して返送する。

【０１３０】従って、経路群又は共用装置に故障状態が
存在するということを示してＭＩＨ割込みが発生した場
合、Ｒ／Ａコマンドはその特定のシステム（例えば、Ｃ
ＰＵ２０）によって自動的に使用され、その経路群又は
装置をその作業忠誠から解放することに成功する。あい
にく、Ｒ／Ａコマンドは予約忠誠が設定されているとき
はいつでも機能しない。

【０１３１】この時点において、Ｒ／Ａコマンドを使用
すると、単に、下記のような３２バイトの結果を制御装
置４０からＣＰＵ２０に対して返送する。すなわち、そ
れらは、（ａ）共用経路又は装置が予約されていること
を指定する、（ｂ）コマンドを発行したシステムか、他
のシステム（特に、このシステムを指定することはない
が）のどちらかに対し共用経路又は装置が予約されたか
否かということを単に表示するビットを含むものであ
る。

【０１３２】ＣＰＵ１０のようなシステムが予約を保持
している間、ＭＩＨ割込みが発生した場合、オペレータ
は、尚、各システム（又は経路）を手動質問して予約を
保持している特定のシステムを捜し出し、その後適当な
修正活動を実行するという一般に厄介なタスクの負担が
かけられる。

【０１３３】本発明によると、故障状態の場合、オペレ
ータが各システムに手動で質問して予約を捜出する必要
性を効果的に除去するものである。本発明は、Ｒ／Ａコ
マンドの遂行によって再実行されたセンス・データを変
更して、予約を保持する経路群に対し経路群識別子（Ｐ
ＧＩＤ）を含めるようにすることによって、上記の結果
を達成することができる。

【０１３４】かかる各ＰＧＩＤはそこに接続されるＣＰ
Ｕの個有の識別を含み、それを通して予約することがで
きるようにした。都合良く、ＰＧＩＤは、全世界を通し
てほぼ個有であることが保証され、ＭＶＳオペレーティ
ング・システムを通して、装置を共用する全べてのオペ
レーティング・システム（例えば、ＭＶＳ及びＶＭ両オ
ペレーティング・システム）に対しほぼ同一な方法で生
成される。

【０１３５】従って、コンピュータ導入システムが使用
する経路群は幾つか、動的経路指定を使用する導入シス
テムの数は幾つか、及び全世界に存在する導入システム
の数は幾つかに拘らず、又それら導入システムが相互に
接続されているか否かに拘らず、全べての可能性におい
て、１導入システムのＲ／Ａコマンドによって戻された
（または再実行された）センス・データに含まれている
得られたＰＧＩＤは全世界で１つの特定の経路群のみを
指示する。

【０１３６】従って、ＰＧＩＤによって供給された、Ｃ
ＰＵ識別データを含むメッセージは、オペレータに対し
て生成され、適当なモニタに表示され、ＣＰＵ（又は１
ＣＰＵのホストＶＭオペレーティング・システムで遂行
する複数質問ＭＶＳオペレーティング・システム）を明
確に定義して、現在予約を保持している単一経路群に接
続される。このメッセージは、又１つの特定システムに
適切な自動回復ルーチンをトリガして、予約を保持する
ことにも使用される。

【０１３７】その上、本発明がシスプレックス（例え
ば、システム間結合機能 "ＸＣＦ”を通して通信する多
数の相互接続コンピュータ・システム）に使用される
と、ＣＰＵ識別データをＲ／Ａコマンドによって戻され
たＰＧＩＤに変換しなければならないことに関連する退
屈な作業からシスプレックス・オペレータを解放する。
このＰＧＩＤは、いわゆる "結合済データセット”(Cou
pled Dataset）に位置付けされているＩＯＳ（Ｉ／Ｏ監
視プログラム）記録のテーブル・ルックアップ（索引）
オペレーションを通して、オペレータが容易に認識しう
る共通システム（例えば、 "導入システム”）名に変換
される。

【０１３８】このデータセットはＸＣＦによって維持さ
れ、識別と、シスプレックスの各個々のシステムの状
態、及び他のかかるシステムとの相互接続状態に関する
他の情報とを含む。特に、ＩＯＳ記録それ自体は、各経
路群が接続されているシスプレックスの各システムの共
通システム名を伴う全べての経路群識別子（主にＰＧＩ
Ｄと、下記のように適用可能な場合、それらに対応する
代替ＰＧＩＤ）のテーブルを含む。

【０１３９】結合済データセットはシスプレックス内の
どのシステムに対してもＸＣＦを介してアクセス可能で
あり、その間で共用される。その結果、Ｒ／Ａコマンド
によって戻された経路群識別子を受信するシスプレック
スの如何なるシステムもＩＯＳ記録をアクセスして、関
連する共通システム名を判別することができる。この共
通システム名は、使用可能な場合、オペレータに対して
生成されたメッセージに含まれており、そして（又
は）、適当な自動回復ルーチンのトリガに使用される。

【０１４０】Ｂ．本発明の技術に使用されるハードウェ
ア 次に、図２に基づき本発明について詳細に説明する。図
２は、本発明による中央処理装置（ＣＰＵ）２００と、
メモリー２２０内に記憶され、ＣＰＵ２００に組入れら
れている、各種ソフトウェア成分の典型的な単純化メモ
リー・マップとのブロック図を示す。

【０１４１】図に示すように、ＣＰＵ２００はプロセッ
サ２１０と、メモリー２００と、Ｉ／Ｏインターフェー
ス２５０とを含む。プロセッサ及びメモリーは、それ自
体、リンク２１５を介して相互に接続され、これら両成
分はそれぞれのリンク２０５，２２５を介してＩ／Ｏイ
ンターフェース２５０に接続される。Ｉ／Ｏインターフ
ェース２５０それ自体はチャンネル経路２５５に接続さ
れる。各プロセッサに特定使用されるＩ／Ｏインターフ
ェース及びメモリーは周知であり、更に説明を要しな
い。従って、本発明に特有のメモリー２２０の細部につ
いてのみ以下で説明する。

【０１４２】本発明は、プロセッサ２１０で遂行するＭ
ＶＳオペレーティング・システムのＩ／Ｏ監視プログラ
ム部内に組入れられている一連のソフトウェア・ルーチ
ンを通して実施するのが好ましい。本発明のソフトウェ
アを含むこのオペレーティング・システムはメモリー２
２０の一連の隣接位置内に、一連のコンピュータ・イン
ストラクションとしてオブジェクト・コードで記憶され
る。

【０１４３】メモリー２２０に記憶されてれいる関連情
報の位置を詳細に示すメモリー・マップ２３０に示すよ
うに、ＭＶＳオペレーション・システムは全べて位置ａ
₁ 〜ａ₇ に記憶される。これら各位置の絶対アドレスは
重要ではないため、相対用語で示す。

【０１４４】下記で説明するように、本発明の好ましい
ソフトウェア実施例は、一群のルーチン、すなわち、Ｉ
／Ｏ監視プログラム初期化ルーチン７００、未着割込み
ハンドラ・ルーチン８００、Ｕ／Ｒ状態検出及び予約位
置ルーチン９００、及び予約付きシステム識別（ＩＳＷ
Ｒ）ルーチン１０００で形成される。

【０１４５】これら各ルーチンの相対位置及び順序付け
は本発明の例示に対しては重要ではなく、ルーチン７０
０，８００，９００及び１０００は、それぞれ相対開始
アドレスａ₁ ，ａ₂ ，ａ₃ ，及びａ₄ を有するメモリー
・ブロック２３２，２３４，２３６、及び２３８に格納
されているものとする。残りのＩ／Ｏ監視プログラム及
びＭＶＳオペレーティング・システム・ルーチンはそれ
ぞれの相対アドレスａ₅ とａ₆ ，ａ₆ とａ₇ の間にある
メモリー・ブロック２４６，２４８に格納されている。

【０１４６】Ｃ．経路群識別子（ＰＧＩＤ）ホーマット 図３は、経路群識別子（ＰＧＩＤ）の構成成分フィール
ドを示す。このＰＧＩＤはその装置を使用する特定のシ
ステムに関係なく、ＭＶＳオペレーティング・システム
を通して共用されるべき各及び全装置に対して、全世界
を通し同一方法で作成される。ここで関係がない例外と
して、発生したＰＧＩＤは全世界を通して個有であり、
本発明により、予約を保持するＣＰＵを個有に識別する
ことを可能にする。

【０１４７】図に示すように、ＰＧＩＤ３００は、全べ
ての経路群に対し、３フィールド３１０，３２０，及び
３３０に配列された８ビット・データの１１バイトを含
む。フィールド３１０を集合的に形成する第１の２バイ
トはその群に接続されたＣＰＵのアドレスを含む。この
アドレスは、そのＣＰＵにおける "記憶ＣＰＵアドレ
ス”（Store ＣＰＵ Address）（ＳＴＡＰ）インストラ
クションの遂行によって戻された２バイト値である。

【０１４８】フィールド３２０を集合的に形成する。次
の５バイトはＣＰＵ識別子、及び型式又はモデル番号を
含む。指定したＣＰＵに対する識別子及びモデル番号は
"記憶ＣＰＵ ＩＤ”（Store ＣＰＵ ＩＤ）インスト
ラクションの遂行によりこのＣＰＵから供給される。

【０１４９】戻されたデータは、６つの１６進ディジッ
トＣＰＵ識別番号と４つの１６進ディジットＣＰＵモデ
ル番号とを含む。ＣＰＵ識別番号は "ａ ｐ ｄｄｄ
ｄ”の形のものであり、そこで "ａ”はＳＴＡＰインス
トラクションによって戻された物理又は論理アドレスで
あるが、このインストラクションによって戻された２バ
イト・アドレスという点からＰＧＩＤの構成に使用され
ない。

【０１５０】値 "ｐ”は、（ａ）ＭＶＳオペレーティン
グ・システムの一部として、プログラム資源／システム
監視プログラム・ルーチン（ "ＰＲ／ＳＭ”）によって
表示された論理区画（ＬＰＡＲ）定義（ "LPDEF ”）ス
クリーン上に導入システムのオペレータにより手動で供
給された値、又は（ｂ）特定のＣＰＵを製造したプラン
トである原プラントを示すディジットである。

【０１５１】"ｄｄｄｄ”の値はＣＰＵの製造者から与
えられた４ディジット値である。モデル番号は、単に、
１０個の１６進ディジットＣＰＵ識別及びモデル番号フ
ィールド３２０を形成するよう、ＣＰＵ製造番号に付加
される。この１０個のディジット・フィールドは関連す
るＣＰＵの個有の識別を表示する。同一コンピュータ導
入システムにおいては、２つのＣＰＵ間で原プラント・
ディジットのみが異なり、同一モデル番号及び "ｄｄｄ
ｄ”値を有することが可能である。

【０１５２】論理区画は、 "ｐ”の値が物理区画コンピ
ュータの一方の側であるイメージ内で個有であることを
保証する。理解を拡張するため、物理区画コンピュータ
は有効に半分に "区分”され、２つの分離したコンピュ
ータとして走行する単一コンピュータであると理解す
る。更に、オペレータの選択により、ＣＰＵは単一論理
区画に専用され、又は複数論理区画で共用することがで
きる。

【０１５３】集合的にフィールド３３０を形成する最後
の４バイトはＣＰＵに対する時刻（time−of−day ）
（ＴＯＤ）クロックを形成する高位の３２ビット・ワー
ドであり、その時間は汎用整合（グリニッチ標準）時で
表わされる。この第２の保証はここで生じたＰＧＩＤに
個有である。

【０１５４】Ｄ．シスプレックスにおける本発明の使用 図４は、シスプレックス間で共通の共用装置を使用し、
本発明を使用する２つのシスプレックス多重処理コンピ
ュータ導入システム４００を例示する単純化ハイレベル
・ブロック図である。前述のように、シスプレックス
（sysplex)とは、システム間結合機能ＸＣＦを通して通
信する多数の相互接続コンピュータ・システムである。

【０１５５】図４のＡに示すように、導入システム４０
０は２つのシスプレックス４０５及び４５５（又、それ
ぞれシスプレックス１及び２として示す）と、全べてＤ
ＡＳＤ装置４５０を共用する独立型システム４９０とか
ら成る。この導入システムにおけるシステム全べてはＭ
ＶＳオペレーティング・システムを遂行する。２つのシ
スプレックス内のシステム全べてはそれらのＭＶＳオペ
レーティング・システムを直接通して装置４５０を共用
する。しかし、システム４９０は、ホストＶＭオペレー
ティング・システムの先頭において遂行するゲストＭＶ
Ｓオペレーティング・システムを通してこの装置を共用
する。

【０１５６】シスプレックス１及び２は基本的に同一の
ものであるため（共用ＤＡＳＤ装置４３６はシスプレッ
クス１にあることを除き）、下記の説明はシスプレック
ス２（シスプレックス４５５）で行い、シスプレックス
１（シスプレックス４０５）の対応する構成成分は、そ
の符号を括弧内に示す。

【０１５７】図に示すように、シスプレックス４５５
（４０５）は、例示的に、リンク４７１，４７２，４７
３，４７４，４７５，４７６（４２１，４２２，４２
３，４２４，４２５，４２６）によって表わされた従来
のＸＣＦ（特に図に示していない）を通して相互に接続
されてれいる個々のＣＰＵ４６１，４６２，４６３，４
６４，４６５，４６６（４１１，４１２，４１３，４１
４，４１５，４１６）を含む。シスプレックス４５５
（４０５）の各ＣＰＵは、この機能を通して、このシス
プレックスに対する結合済データセットを、なかんず
く、ここで関連する範囲に含まれている共用ＤＡＳＤ装
置４８２（４３２）に対するアクセスを有する。

【０１５８】シスプレックス４５５のＣＰＵ４６１，４
６２，４６３，４６４，４６５，４６６はそれぞれＭＶ
Ｓ１，ＭＶＳ２，ＭＶＳ３，ＭＶＳ４，ＭＶＳ５，ＭＶ
Ｓ６の共通システム名が割当てられ、各経路群４８２
１，４８２２，４８２３，４８２４，４８２５，４８２
６を通して共用装置４８２をアクセスする共用アクセス
を有する。これら経路群はそれぞれＣ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，
Ｇ，ＨのＰＧＩＤを有する。その上、ＣＰＵ ＭＶＳ５
及びＭＶＳ６は経路群４８０２，４８０１を介して共用
ＤＡＳＤ装置４８０をアクセスすることができる。

【０１５９】前述のように、典型的に、同一ＰＧＩＤは
共通ＣＰＵを異なる装置に対して接続する異なる経路に
対して使用される。そのように、共通ＣＰＵ ＭＶＳ５
に対して接続された両経路群４８０１，４８２５は同一
ＰＧＩＤ、すなわち "Ｇ”を有する。同様に、各経路群
４８０２及び４８２６、４８２４及び４８４２、４８２
３及び４８４１はそれぞれ共通ＰＧＩＤ Ｈ，Ｆ及びＥ
を有する。シスプレックス４０５内においても、そのＰ
ＧＩＤには文字の符号を付していないが、上記に類似す
るものであり、各経路群４３０２及び４３２６、４３０
１及び４３２５、４３２４及び４３４２、４３２３及び
４３４１はそれぞれ同一のＰＧＩＤを有する。

【０１６０】ＣＰＵの初期化、シスプレックスの初期
化、及び区分化の結果、シスプレックスの各ＣＰＵに対
するＣＰＵ仕様データはそのシスプレックスに関連する
結合済データセットに配置されているシステム状況記録
（特に示していない）に書込まれる。

【０１６１】この仕様データは、これらＣＰＵの導入シ
ステム名と、これら各ＣＰＵに対するＭＶＳオペレーテ
ィング・システムは実際にそのホストＶＭオペレーティ
ング・システムで走行するゲストであるか否かに関する
表示とを含む。シスプレックス４５５（４０５）に対す
る結合済データセットは典型的に共用ＤＡＳＤ装置４８
２（４３２）に存在し、このシスプレックスの各ＣＰＵ
に関連するＸＣＦによって維持される。

【０１６２】図４のＢは上記のシスプレックス４５５の
説明に関連して、このシスプレックス内の各ＣＰＵに対
応する各ＰＧＩＤを指定するテーブルを示す。このテー
ブルから明らかなように、異なる各ＣＰＵは異なるＰＧ
ＩＤが割当てられ、同一ＰＧＩＤは、そのＣＰＵに接続
された全経路に対して使用される。図１２に基づき下述
するように、このテーブルは、又このシスプレックスに
対する結合済データ・セット内に置かれているＴＯＳ記
録内に含まれる。

【０１６３】図４のＡに示すシスプレックス４０５の共
用ＤＡＳＤ装置４３２内にも、同様にテーブルを作成
し、記憶することができる。図８に示すステム初期化ル
ーチン７００について下記するように、ＰＧＩＤは、シ
スプレックスの各ＣＰＵに対するＭＶＳオペレーティン
グ・システムの初期化中にＩＯＳ記録に挿入される。

【０１６４】図４に示すシスプレックス４５５のＣＰＵ
のどれもホストＶＭシステムで遂行するゲストＭＶＳオ
ペレーティング・システムを使用しないため、各かかる
ＣＰＵはそれに関連する単一ＰＧＩＤを有するのみであ
る。これらオペレーティング・システムの１つがホスト
ＶＭシステムにおいてゲストとして遂行するべき場合、
ゲストＭＶＳシステムのその後の初期化中に作成される
経路群識別子は、両識別子とも同一アルゴリズムによっ
て作成されるものではあるが、ホストＶＭシステムによ
って前に作成されたものとは異なるかもしれない。

【０１６５】その結果、これらの状況下において、ホス
トＶＭオペレーティング・システムはゲストＭＶＳオペ
レーティング・システムのその前にロードし初期化す
る。その初期中に、ホストＶＭオペレーティング・シス
テムはその自己のＰＧＩＤを共用装置に設定する。その
後、ひとたび、ゲストＭＶＳオペレーティング・システ
ムがロードし初期化すると、この特定のオペレーティン
グ・システムは、前述のように、一部ＴＯＤクロックに
基づき、それ自体のＰＧＩＤを作成する。

【０１６６】ゲストＭＶＳオペレーティング・システム
は、 "代替”ＰＧＩＤ（APGID)としてホストＶＭオペレ
ーティング・システムによって前に作成されたＰＧＩＤ
が "一次”ＰＧＩＤとして作成されるようなＰＧＩＤを
想定する。その後、指定した経路を介して発行されたＳ
ＮＩＤコマンドに応答して、ゲストＭＶＳオペレーティ
ング・システムは、まず一次ＰＧＩＤを使用し、証明が
成功しなかった場合はこの群に対する代替ＰＧＩＤ（AP
GID ）を使用する。

【０１６７】かかるゲストＭＶＳオペレーティング・シ
ステムに適応するため、一次及び対応する代替ＰＧＩＤ
は、ホストＶＭオペレーティング・システムを遂行する
ＣＰＵに対するＩＯＳ記録内に記憶される。以下の説明
において必要とするこれら状況下において、これら２つ
のＰＧＩＤ間を区別するため、ＭＶＳオペレーティング
・システムによって作成されたＰＧＩＤは "一次ＰＧＩ
Ｄ”と称する。

【０１６８】一次ＰＧＩＤと、使用可能な場合、それに
対応するAPGID とをＩＯＳ記録に含めることによって、
故障状態が発生したとき、どのオペレーティング・シス
テムが特定のＣＰＵで遂行されていたか、及びそのＣＰ
Ｕが予約を保持しているか否かに関係なく、ＩＯＳ記録
に対するルックアップ・オペレーションが経路群識別子
に与えられ、Ｒ／Ａコマンドによって再実行され、その
ＣＰＵで遂行するシステム各全部を明示する。

【０１６９】前述の導入システム４００において、シス
プレックス４０５（シスプレックス１）、シスプレック
ス４５５（シスプレックス２）、及びＶＭホスト・シス
テムは全べて共用ＤＡＳＤ装置４５０に常駐する共用デ
ータセット "ＳＹＳ１．ＲＡＣＦ”であるものと仮定す
る。更に、ＣＰＵ４６２（ＭＶＳ２）がこの装置に対す
る予約を保持している間に故障したものと仮定する。Ｃ
ＰＵ４６１（ＭＶＳ１）のようなシスプレックス１の他
のＣＰＵは装置４５０に対する "保留開始”未着割込み
（すなわち、ＭＩＨ割込み）を検出したものとする。

【０１７０】それに応答して、ＣＰＵ４６１は、矢印４
５４で示すように、Ｒ／Ａコマンドを発行する。本発明
による装置４５０に関連する制御装置（特に示していな
い）は、図４に矢印４５６で示すように、ＣＰＵ４６１
に対して３２バイト・センス・データ（特に、図５に示
し、そこで説明する）を戻す。

【０１７１】このセンス・データ（ "Ｒ／Ａセンス・デ
ータ”と称する）は、予約を保持するものとしてＣＰＵ
４６２を識別する経路群識別子を含む。ＣＰＵ４６１で
遂行するＭＶＳオペレーティング・システムはＩＯＳ記
録に対するテーブル・ルックアップ・オペレーションを
実行して、センス・データに含まれているＰＧＩＤをシ
ステム名と一致させる。

【０１７２】一致が検出されなかった場合、単に予約を
保持しているＣＰＵの製造番号及びモデル番号を表示し
たメッセージがＣＰＵ４６１から生成される。それに代
り、一致が検出された場合、このメッセージはＩＯＳ記
録から与えられたＣＰＵ４６２に関連する共通システム
名が含まれる。

【０１７３】シスプレックス４０５，４５５ではない
が、複数の一致を発見することも可能である。その場
合、メッセージは複数のシステム名を含むであろう。こ
れは、共用装置が "全パック・ミニディスク”（full p
ak mini ）の場合のような、１以上のＭＶＳオペレーテ
ィング・システムが同一ＶＭホスト下のゲストとして走
行している場合に発生することができる。

【０１７４】このようにして、複数共通をシステム名を
ルックアップ・オペレーションによって識別することが
できる。複数の一致が発生した場合、システム・オペレ
ータは特に予約を有する１つのゲストＭＶＳオペレーテ
ィング・システムを識別するようにした周知のＶＭオペ
レーティング・システム・コマンドを使用する必要があ
る。

【０１７５】共用装置が "全パック・ミニディスク”又
はそのようなものでない場合、この装置は専用装置であ
ると思われ、１度に１ＶＭゲストによって使用すること
ができるのみである。従って、この制限がある場合、Ｖ
Ｍ環境に予約を保持する正しいオペレーティング・シス
テムを識別することは、オペレータにとって比較的簡単
である。

【０１７６】同様に、装置４８２（４３２）及び４８
０，４８４（４３０，４３４）は総体的にシスプレック
ス４５５（４０５）内にあり、正にそのＣＰＵによって
共用されているので、このシスプレックス内のＣＰＵが
これら特定の共用装置のいずれかに対する予約を保持し
ている間に故障した場合、その特定のＣＰＵはシスプレ
ックス・オペレータに対し、その共通システム名を用い
て完全に識別する。

【０１７７】その上、ＭＶＳオペレーティング・システ
ムがＣＰＵの論理区画で走行しているときはいつでも、
前述のようなＰＧＩＤ（又はAPGID ）に含まれているＣ
ＰＵ製造番号の第２ディジット（ "ｐ”）はＣＰＵに対
する論理区画を識別する。従って、その特定のオペレー
ティング・システムが予約を所有する。

【０１７８】その結果、一次ＰＧＩＤ又はAPGID を共通
システム名に変換することによって、予約捜出のため、
オペレータはどのオペレーティング・システムがＣＰＵ
のどの論理区画で走行しているかを知らなければならな
いことから救済される。従って、ＭＶＳ１が実際にＣＰ
Ｕの特定の論理区画で遂行していた場合、ＩＯＳ記録に
対する変換により、このＣＰＵにおいて、この特定のオ
ペレーティング・システムにより識別する。

【０１７９】装置４５０に対する予約を保持している
間、ＣＰＵ４９０（ＰＧＩＤ Ｂ）が故障した場合、多
数のシスプレックスではなく、ホストＶＭシステムのゲ
ストＭＶＳシステムを遂行しているこのＣＰＵは、単
に、両シスプレックスに対するそのＣＰＵ製造番号によ
って識別される。各シスプレックスにおけるオペレータ
はＣＰＵ製造番号を共通システム名に変換する必要があ
る。

【０１８０】Ｅ．リセット忠誠（Ｒ／Ａ）コマンドによ
って再実行されるセンス・データ 図５は、アドレスした装置に対するＲ／Ａコマンドの遂
行により制御装置から戻された本発明によるセンス・デ
ータ（３２バイト）の構成フィールドを示す図である。
Ｒ／Ａコマンドに対する２進オペレーション・コード
（opcode）は "４４”（１６進数）であり、動的経路指
定を支援する全装置に対して定義される。

【０１８１】図に示すように、センス・データ５００は
分離したフィールド５１０，５１５，５２０，５３０，
５４０，５５０，５６０，５７０に区分された３２の８
ビット・バイトから形成される。１ビット・フィールド
５１５（データ５００のバイト０のビット１）、３バイ
ト・フィールド５５０（バイト１のビット３〜７）、及
び１６バイト・フィールド５７０（バイト１６〜３１）
は全べて "０”であり使用されない。

【０１８２】１ビット・フィールド５１０（データ５０
０のバイト０のビット０）は、このコマンドを受信しア
ドレスされた装置は結果として選択され、それに成功し
たか否かを指定する。装置が他のインターフェース又は
インターフェース群に予約されていた場合、その装置の
選択は不成功となり、誤動作が発生するかもしれず、そ
の装置をその選択から除外するか、又はその装置を手動
又は動的に区分化する。

【０１８３】このような誤動作の場合を除き、意味ある
センス情報がＲ／Ａコマンドによって再実行される。誤
動作が発生すると、それはＲ／Ａコマンドを異常終了さ
せ、"装置検査状況”（unit−check −status）が戻さ
れる。

【０１８４】サブフィールド５２２，５２４，５２６，
５２８から成る８ビット・フィールド５２０は装置の状
況及びＲ／Ａコマンドの結果として採用されるリセット
動作を定義する。特に、２ビット・サブフィールド５２
２（バイト０のビット２，３）は下記のようにアドレス
された装置の予約状況を定義する。

【０１８５】ビット ５２２の値 説 明 ００ アドレスされた装置は予約（又は割当て）されていない。 ０１ アドレスされた装置は他のＩ／Ｏインターフェース、又はＲ／ Ａコマンドを保持するもの以外のインターフェース群に予約（ 又は割当て）されている。 １０ アドレスされた装置はＩ／Ｏインターフェース、又は、現行Ｒ ／Ａコマンドを保持するインターフェース群に予約（又は割当 て）されている。 １１ 不使用。

【０１８６】２ビット・サブフィールド５２４（バイト
０のビット４，５）は、下記のように、アドレスされた
装置に対してどのようなリセット動作が発生したか（発
生した場合）を明示する。

【０１８７】ビット ５２４の値 説 明 ００ アドレスされた装置に対する忠誠がリセットされなかった。 この装置が他のＩ／Ｏインターフェースか、又はＲ／Ａコマン ドを保持するものではないインターフェース群に予約（又は割 当て）されていたので、忠誠がリセットされなかったか、又は 忠誠が存在しなかった。 ０１ アドレスされた装置に対する暗黙の忠誠がリセットされた。 １０ アドレスされた装置に対する偶発忠誠がリセットされた。 １１ 不使用。

【０１８８】特にここでは関係はないが、サブチャンネ
ルが制御装置からの状況バイトを受諾し、その状況バイ
トがセンス情報によって詳述されている "装置検査”又
は "注目”を含む場合はいつでも、偶発忠誠が設定され
る。正規の状態における偶発忠誠の設定はシステム・オ
ペレーションに対し影響を及ぼさない。オペレーティン
グ・システムは、単に、偶発忠誠をクリヤして記録及び
質問に対するセンス情報を得るようセンスコマンドを発
行するのみである。。

【０１８９】２ビット・フィールド５２６（バイト０の
ビット６，７）は、下記のように、アドレスされた装置
以外の装置に対してどのようなリセット動作が発生した
か（発生した場合）を明示する。

【０１９０】ビット ５２６の値 説 明 ００ 他の装置に対する忠誠はリセットされなかった。 ０１ 他の装置に対する暗黙忠誠がリセットされた。アドレスされた 装置を選択するため、１以上の他の装置に対する暗黙忠誠がリ セットされた。 １０ 他の装置に対する偶発忠誠がリセットされた。アドレスされた 装置を選択するため、１以上の他の装置に対する偶発忠誠がリ セットされた。 １１ 他の装置に対する暗黙及び偶発忠誠がリセットされた。アドレ スされた装置を選択するため、１以上の他の装置に対する暗黙 忠誠及び偶発忠誠がリセットされた。

【０１９１】最後に、２ビット・サブフィールド５２８
（バイト１のビット０及び１）は、下記のように、アド
レスされた装置の区分化状況を定義する。ビット ５２８の値 説 明 ００ アドレスされた装置は暗黙的に使用可能である。 ０１ アドレスされた装置は使用不能である。 １０ アドレスされた装置は明示的に使用可能である。 １１ 不使用。

【０１９２】単一ビット・フィールド５３０（バイト１
のビット２）は、アドレスされた制御装置が、下記のよ
うに、Ｒ／Ａコマンドに応答して経路群識別子を戻す
（return）機能を支援するか否かを明示する。

【０１９３】ビット ５３０の値 説 明 １ 経路群識別子の戻しが支援される。従って、アドレスされた 装置に対する制御装置は、この装置が有効な経路群識別子を含 むＩ／Ｏインターフェースに対し予約されている場合、バイト ５−１５の１１バイト経路群識別子の値が戻される。 ０ アドレスされた装置に対する制御装置は、アドレスされた装置 が有効な経路群識別子を含むＩ／Ｏインターフェースに対して 予約されていた場合でも、バイト５−１５の経路群識別子の値 を記憶しない。

【０１９４】最後に、アドレスされた装置に対し制御装
置が経路群識別子の戻しを支援する場合、１１バイト・
フィールド５６０（データ５００のバイト５−１５）は
この制御装置によって戻された経路群識別子の値を含
む。経路群識別子のホーマットは図３に示し、詳細に前
述された。１度に１システムのみを予約することができ
るが、複数のシステムを対応する経路群を通して１つの
装置に "割当てる”（前述の "割当”コマンドを使用し
て）こともできる。従って、アドレスされた装置を複数
の経路群に割当てる場合、これら経路群に対するいずれ
か１つに対する経路群識別子が戻される。

【０１９５】いずれにせよ、Ｉ／Ｏインターフェースが
経路群識別子を含まない場合、戻された経路群識別子は
全べて０である。Ｉ／Ｏインターフェースが非グループ
化状態（すなわち、経路群が１チャンネル経路のみを持
つ）で動作している場合には、非０経路群識別子が戻さ
れる。

【０１９６】Ｆ．本発明技術の実施に使用するソフトウ
ェア １．ソフトウェア・ルーチン 本発明によるソフトウェアは単一共用装置をアクセスし
ている各ＣＰＵ用の全べてのＭＶＳオペレーティング・
システムのＩ／Ｏ監視プログラムの一部を形成し、その
中で遂行する。

【０１９７】例示のため、このソフトウェアは、図４の
Ａに示すＣＰＵ４６１のようなシスプレックスを形成す
る各ＣＰＵ内で遂行するＭＶＳオペレーティング・シス
テムに編入されているものに関して説明するものとす
る。このソフトウェアに対し、当業者が容易に理解しう
る適当な変更を加えて、例えば、非シスプレックス・ア
ーキテクチャのような他の複数プロセッサ・アーキテク
チャに対してそれを容易に適合しうるようにすることが
できる。

【０１９８】以上の点を考慮して、まず、本発明による
各種ソフトウェア、ルーチンと対話するＣＰＵにおける
ＭＶＳオペレーティング・システムの関係ソフトウェア
成分と同様、ＣＰＵ４６１において本発明の実施に使用
する本発明の各種ソフトウェア、ルーチン間で発生する
情報の流れの説明から、該ソフトウェアの説明に入る。
その後、説明を本発明による各ルーチンに向けて進める
ことにする。

【０１９９】図６及び図７のＡは、本発明ルーチン及び
全べてが図４に示す例示のＣＰＵ４６１で遂行するＭＶ
Ｓオペレーティング・システムの関係ソフトウェア成分
間で発生する情報の流れを集合して示す図である。それ
らの図の正しい配列方法は図７のＢに示す。

【０２００】これらルーチンは、単純化のため、ＣＰＵ
４６１から発する全べての経路群に対し同一方法で機能
するが、例示する１つの経路群（経路群６８０）と、そ
の経路群に接続されている共用装置及び "遠端”（far
−end ）制御装置（その両方共示していない）に関する
これらルーチンのオペレーションについてのみ、以下説
明する。又、単純化のため、ＣＰＵ４６１において、単
に１システム（単一ＭＶＳオペレーティング・システ
ム）のみが遂行するものと仮定する。

【０２０１】本発明ルーチンは、図に示すように、Ｉ／
Ｏ監視プログラム初期化ルーチン７００、ＭＩＨハンド
ラ・ルーチン８００、Ｕ／Ｒ状態及び予約位置ルーチン
９００、予約付きシステム識別（Identity System with
Reserve）（ＩＳＷＲ）ルーチン１０００とから成り、
それら全べては、ＭＶＳオペレーティング・システム６
００の構成成分を形成するＩ／Ｏ監視プログラム６１０
内に置かれている。

【０２０２】ＭＶＳオペレーティング−システム及びＩ
／Ｏ監視プログラム（本発明ルーチンとは異なる）は知
られているものであるため、これら２つのシステム・プ
ログラムのうち、本発明に対し特に関係がある部分につ
いてのみ説明する。その点に関し、本発明は、又Ｉ／Ｏ
要求待ち行列（Request Queue)６３０及びハードウェア
Ｉ／Ｏ構成（Hardware Ｉ／Ｏ Configuration）ルーチ
ン６４０（全べてＩ／Ｏ監視プログラムの一部を形成す
る）と相互作用する。

【０２０３】本発明ルーチンは、又システム間結合機能
（ＸＣＦ）６１５、ソフトウェア・タイマ６５０、プロ
グラム監視プログラム６６０、及び自動回復ルーチン６
７０（全べて知られ、ＭＶＳオペレーティング・システ
ムの一部を形成するか、Ｉ／Ｏ監視プログラムには含ま
れていない）と相互作用する。その上、本発明ソフトウ
ェアは結合済データセット（Coupled Dataset)６２０に
含まれているＩＯＳ記録１１００を使用する。図に示す
ように、ＸＣＦ６１５はＭＶＳオペレーティング・シス
テム６００に常駐して、ＣＰＵ４６１が共用装置４８１
に記憶されている結合済データセットのようなシスプレ
ックス・システム・ファイルをアクセスし、更新するこ
とを可能にする。

【０２０４】動作に入ると、ＣＰＵ４６１の初期化にお
いて、Ｉ／Ｏ監視プログラム初期化ルーチン７００が遂
行される。このルーチン（図８において詳細に説明す
る）は、ＣＰＵ４６１で遂行する単一ＭＶＳオペレーテ
ィング・システムを通してアクセス可能な各経路群に対
する経路群識別子を設定し、それらの値を対応する制御
装置に書込む。

【０２０５】その後、ルーチン７００は線６２３、ＸＣ
Ｆ６１５、及び経路群４８２１を介して適当な項目又は
エントリをＩＯＳ記録１１００（図６，７に示す）に書
込み、このＣＰＵに接続されている対応する経路群に対
するＣＰＵと各ＰＧＩＤ間に通信を形成する。APGID
は、ホストＶＭシステムのゲストＭＶＳオペレーティン
グ・システムを遂行しないので、それはこの特定のＣＰ
Ｕにおいては使用されない。

【０２０６】経路群６８０に対するこれらオペレーショ
ンは、特に、経路群を形成するよう共用装置に対して定
義された各経路を介して、回線６８１で示すような "セ
ット経路ＩＤ”（Set Path ID ）（ＳＰＩＤ）コマンド
を発行することを含む。このコマンドは経路群６８０の
かかる経路全べてに対するＰＧＩＤを含む。このコマン
ドは経路群６８０のかかる経路全べてに対するＰＧＩＤ
を含む。この装置は遠端制御装置（特に示していない）
によりＳＰＩＤコマンドを遂行したとき、経路群６８０
の各かかる経路を識別して、それに対する内部通信を設
定する。

【０２０７】その後、ＣＰＵ４６１は経路群４６２又は
そこに接続されている共用装置（特に図に示していな
い）の故障状態の症状から生じたＭＩＨ割込みの発生を
検査する。その点に関し、Ｉ／Ｏ監視プログラム６１０
が共用装置を含むＩ／Ｏオペレーションを開始したとき
はいつでも、Ｉ／Ｏ監視プログラムは線６５３で示すイ
ンストラクションを発行してタイマ６５０の１つを始動
する。

【０２０８】このタイマは、省略時期間（典型的に１５
秒）が発生するが、コマンドの終了が成功したときにＩ
／Ｏ監視プログラム（図に示していない回路を通して）
によってリセットされるか、どちらか先に発生したとき
に、タイムアウトするか又はＭＩＨ割込みを発生する。
タイマがタイムアウトした場合、線６５７で示すように
ＭＩＨ割込みが生成される。この割込は、その生成によ
り、ＭＩＨハンドラ・ルーチン８００を呼出す。

【０２０９】ＭＩＨハンドラ・ルーチン８００は、その
遂行により、Ｉ／Ｏ待ち行列から発する線６３５で示す
ように、保留Ｉ／Ｏ要求の待ち行列を検索して、共用装
置を巻き込むＩ／Ｏインストラクションが保留中であ
り、従って、実際にＭＩＨ割込みが発生したか否かを判
別する。ＭＩＨ割込みが発生しなかった場合、ルーチン
８００は、まず、経路群６８０を介して線６８５で示す
コマンドを発行し、サブチャンネルをクリヤすることに
よって、ＭＩＨ回復を実行する。

【０２１０】又、この回復の一部として、ルーチン８０
０はＭＶＳオペレーティング・システム内のプログラム
監視プログラム６６０に対し、線６３９で示すように、
メッセージを発行し、経路６８０を介し共用装置を使用
する現行チャンネル・プログラムの遂行を終了する。こ
れらオペレーションが実行されると、ＭＩＨルーチン８
００は、ハードウェアＩ／Ｏ構成ルーチン６４０に対
し、線６３８で示すように、メッセージを発行し、非同
期装置回復手順を開始する。

【０２１１】この処理手順は、まず、経路群６８０（全
べて他の経路群同様）を介し、線６８３で示すように、
適当なメッセージを発生して、この経路群（ＣＰＵ４６
１に対する他の全べて同様）この経路群を再設定する。
その後、ルーチン８００は、この処理手順の一部とし
て、線６３７で示すように、Ｕ／Ｒ状態検出及び予約位
置ルーチン９００を呼出す。

【０２１２】ルーチン９００は、遂行すると、まず、線
６８７で示すように、経路群６８０を介し "センス経路
群ＩＤ”コマンドを発行して、共用装置が経路群のいず
れかを通して予約されたか否かを判別する。その後、セ
ンス・データに基づき、線６８９で示すように、ルーチ
ン９００は、この装置に対する制御装置により戻され、
共用装置に対して予約が保持されているかを判別し、保
持されている場合、この装置の制御位置がＲ／Ａコマン
ドを支援し、経路群識別子を戻すか否かを判別する。制
御装置がＲ／Ａコマンドを支援する場合、線６９１で示
すように、ルーチン９００は経路群６８０を介してこの
制御装置に対し、Ｒ／Ａコマンドを発行する。

【０２１３】センス・データに基づき（線６９３に示
し、図５と共に前述したように）、ルーチン９００は制
御装置からＲ／Ａコマンドに対して戻されると、Ｒ／Ａ
センス・データをＩＳＷＲルーチン１０００に渡し、こ
のＩＳＷＲルーチンを呼出す。この両オペレーションは
図６及び図７に示すように、線６２５で集合的に示さ
れ、このセンス・データに含まれている戻された経路群
識別子を共通システム名に変換する。代替的に、前述の
ように、制御装置がＲ／Ａコマンドを支援しないとルー
チン９００が結論すると、ルーチン９００は、回線６９
５が示すように、経路群６８０を介して制御装置に対し
Ｕ／Ｒコマンドを発行する。

【０２１４】ＩＳＷＲルーチン１０００は、遂行する
と、線６２７、ＸＣＦ６１５、及び経路群４８２１を介
して共用装置４８２に置かれているＩＯＳ記録をアクセ
スし、この記録を通して検索し、Ｒ／Ａセンス・データ
に供給された経路群識別子を含むＩＯＳ記録のエントリ
を捜出する。経路群４８２１は共用装置４８２において
終了したため、経路群４８２１からＩＯＳ記録に対する
残りのリンクは点線で示す。

【０２１５】次に、ＩＯＳ記録にエントリが見出された
場合、ルーチン１０００は予約を保持している特定のＣ
ＰＵを指定するメッセージを作成する。このメッセージ
は、現在予約されている装置の番号と、このＣＰＵの製
造番号、及びこのエントリにある場合、そのＣＰＵの共
通システム名（ＭＶＳ１のような）とを含む。このメッ
セージは、線６９７で示すように、表示のためＣＰＵ４
６１に接続されてれいるオペレータ・モニタに対して経
路指定される。

【０２１６】このメッセージに応答して、オペレータは
共用装置を回復して、この装置を活動装置に戻すよう適
当な手順を開始することができる。その上、ＭＶＳオペ
レーティング・システム６００がこの装置に対する自動
回復ルーチン６７０（点線で示す）を含む場合、そのメ
ッセージは、点線６７５で示すように、これらルーチン
に対し経路指定して、この装置を適当に回復し、それを
活動装置に戻すため、それらルーチンを自動トリガす
る。

【０２１７】次に、本発明ルーチン７００，８００，９
００，１０００を順次処理するように説明を進める。こ
れら各ルーチンはことさら高機能レベルでのみ説明する
が、同様な機械環境において、各本発明ルーチンを実施
するため（特定のプログラムがある範囲で機械依存であ
る）、当業者は以下の説明から、適当なハイレベル及び
（又は）オブジェクト（機械）コードを容易に開発する
ことが可能である。

【０２１８】図８は、図６，７に示され、ＭＶＳオペレ
ーティング・システムの入出力（Ｉ／Ｏ）監視プログラ
ム成分のシステム初期化を実行するルーチン７００のハ
イレベル、フローチャートを示す。前述のように、この
ルーチンはこのルーチンを遂行するＣＰＵに接続されて
いる各経路群に対し、適当な経路群識別子を設定し、そ
の識別子を対応する制御装置に書込む。その後、このル
ーチンは、又、そのエントリをＩＯＳ記録１１００に書
込み、そこに接続されている各対応する経路群のため、
この特定のＣＰＵと経路群識別子（両方共一次ＰＧＩ
Ｄ、及び適当な場合、APGID ）との間の対応を形成す
る。

【０２１９】まず、ルーチン７００に入ったとき、その
遂行はブロック７１０に進む。このブロックの遂行によ
り、このルーチンを遂行している特定のＣＰＵに接続さ
れている各経路群に対し、前述の方法で経路群識別子の
値を作成する。その後、ブロック７２０に進み、動的経
路指定を実行する共用装置（特に、ここで使用される制
御装置）全べてを初期化する。

【０２２０】ルーチン７００は、このＣＰＵについて走
行する各システムによってアクセス可能な各経路群に対
しＳＰＩＤコマンドを発行してそれを達成する。単一Ｍ
ＶＳオペレーティング・システムのような、１つのかか
るシステムのみがこのＣＰＵで遂行している場合、この
システムに対する経路群のみが設定され、他のかかるＣ
ＰＵに対しても同様である。その経路群に対する経路群
識別子を含む、これら各経路群に対し同一の "セット経
路群ＩＤ”コマンドがその経路群の各チャンネル経路を
介して送信される。

【０２２１】制御装置は、このＣＰＵにおけるこのシス
テムを通してアクセス可能な全べての経路群の各チャン
ネル経路に対して同一の経路群識別子の値を受信した結
果、各かかる経路群の各チャンネル経路と、これら経路
群の各々とチャンネル経路とが接続された特定のＣＰＵ
との間の内部対応を設定する。

【０２２２】その後、遂行処理はブロック７３０に進
み、前述のように、現ＣＰＵにおいて遂行しているＭＶ
Ｓオペレーティング・システムが実際にホストＶＭオペ
レーティング・システムの先頭で走行するゲストＭＶＳ
システムである場合、ブロック７３０は一次ＰＧＩＤと
してＭＶＳシステムによって作成され、このゲストＭＶ
Ｓオペレーティング・システムを通してアクセス可能な
各経路群に対するAPGIDとしてＶＭオペレーティング・
システムによって事前作成の経路群識別子を設定する。

【０２２３】前述のように、ゲストＭＶＳオペレーティ
ング・システムによってアクセス可能な各かかる経路群
に対する一次経路群識別子は、後に、ＶＭオペレーティ
ング・システムの初期化中に作成される（今はAPGID で
ある）、同一経路群の経路群識別子に対し作成された。

【０２２４】ブロック７３０の遂行が終了すると、処理
は、ＸＣＦを通して、結合済データセットからＩＯＳ記
録１１００（図１２と共に詳細に説明する）を読出すブ
ロック７４０に進む。その後、ブロック５７０は、ＩＯ
Ｓ記録にエントリを書込むことによってＩＯＳ記録を更
新し、各ＣＰＵと、それによってアクセス可能な各経路
群の一次ＰＧＩＤ（及び適用可能な場合、APGID ）との
間の内部対応を形成する。

【０２２５】全エントリが書込まれると、ブロック７６
０に進み、更新したＩＯＳ記録を適切に結合済データセ
ット（ＣＤＳ）に書込むよう、ブロック７６０の処理を
実行する。以上説明した動作が終了すると、処理はルー
チン７００から出る。

【０２２６】図９は、図６及び図７に示すＭＶＳ未着割
込みハンドラ・ルーチン８００のハイレベル・フローチ
ャートである。前述のように、ルーチン８００は数個の
オペレーションを実行し、ＭＩＨ割込みを処理して、予
約されている共用装置を回復する。ルーチン８００は、
周期的且典型的に１秒ごとに遂行される。

【０２２７】ルーチン８００に入ると、処理は８１０に
進む。このブロックは遂行されると、Ｉ／Ｏ要求の待ち
行列にある全べての保留Ｉ／Ｏ待ち行列を 検査して
（故に待ち行列６３０は図６及び図７に示す）、前述し
たように、共用ＤＡＳＤに対するＭＩＨ期間（典型的に
は１５秒）内に終了しなかった要求を捜出する。

【０２２８】処理は決定ブロック８２０へ進み、ＭＩＨ
割込みが実際に発生したか否かを判別する。かかる割込
みが発生しなかった場合、処理は単にこの決定ブロック
から発する "ノー”経路８２３を介してルーチン８００
から出る。それに代り、ＭＩＨ割込みが発生した場合、
処理は決定ブロック８２０から発する "イエス”経路８
２７を介してブロック８３０に進む。

【０２２９】このブロック８３０の実行により、ＭＩＨ
回復が行われる。それを実行するため、ブロック８３０
は、まず、現ＭＩＨ割込みが接続され、それを通して装
置を予約する特定の経路群を介してコマンドを発行し、
その経路群に関連するサブチャンネルをクリヤする。

【０２３０】その後、ルーチン８００は、ＭＶＳオペレ
ーティング・システム内のプログラム監視プログラムに
対しメッセージを発行して、この特定の経路群を通る予
約された装置を使用した現行チャンネル・プログラムの
遂行を終了する。これら処理が終了すると、処理はブロ
ック８４０に進む。このブロックは単にＭＩＨ発生メッ
セージを発行し、このメッセージを将来使用のため、適
当なシステム・ログに記録する。

【０２３１】ブロック８４０における処理が終了する
と、ブロック８５０に進み、共用装置の非同期回復を実
行する。この回復は、前述のように、まず、現在ＣＰＵ
で遂行している各システムを通してアクセス可能な動的
経路指定機能（いわゆる、動的経路選択 "ＤＰＳ”装
置）を通して動作する装置全べてに対する全べての経路
群の再設定（すなわち、再有効化）を含む。

【０２３２】その後、処理はブロック８５０に進み、Ｕ
／Ｒ状態検出及び予約位置ルーチン９００を呼出し、現
在存在する状態がＵ／Ｒコマンドの発行を正当化して、
その結果、コマンドを発生するか、又は予約を保持して
いる現行ＣＰＵを捜出するか否かを判別する。ブロック
８５０の処理が終了すると、処理はルーチン８００から
出る。

【０２３３】図１０は、図６及び図７に示す無条件予約
（Ｕ／Ｒ）状態検出及び予約位置ルーチン９００のハイ
レベル・フローチャートである。前述のように、このル
ーチンは、状態が保証付きである場合か、又はそれを通
して予約を保持した制御装置が前述のＲ／Ａコマンドに
より行われる経路群識別子の戻しを支援して、予約を保
持している特定のＣＰＵを捜出する場合に、Ｕ／Ｒコマ
ンドの発行を目指す数個のオペレーションを実行する。

【０２３４】特に、このルーチンに入ると、まずブロッ
ク９１０において、予約されている共用装置に対し、制
御装置への経路群を介して "センス経路群ＩＤ”を発行
する。次に、処理はブロック９２０へ進み、そこで、こ
の制御装置から受進したセンス・データに応答して、セ
ンス・コマンドが成功であったか否か、すなわち、経路
群を通して共用装置に対する予約が拡張されたか否かを
判別する。

【０２３５】如何なる経路群を通してもかかる予約が拡
張されていなかった、すなわち、現在、装置に対する予
約が常駐していなかった場合は、故障が発生しなかった
（すなわち、エラー状態が検出されなかった）ことがわ
かる。このようにして後、ＭＩＨ処理は終了し、ルーチ
ン９００の処理は決定ブロック９２０から発する "イエ
ス”経路９２３を介してこの処理から出る。代りに、経
路群を通して予約が拡張されていた場合、処理は "ノ
ー”経路９２７を介して決定ブロック９３０に進む。

【０２３６】決定ブロックを遂行すると、それはこの経
路群に接続されている共用装置に対する制御装置がＲ／
Ａコマンドを支援し、経路群識別子を戻すか否かを判別
する。制御装置がその支援を提供しない場合、処理は決
定ブロック９３０から発した"ノー”経路９３７を介し
てブロック９６０に進む。

【０２３７】ブロック９６０において、それを遂行する
と、制御装置に対してＵ／Ｒコマンドを発行し共用装置
を回復する。共用装置は、Ｕ／Ｒコマンドが発行され、
その装置に関連する制御装置によって適当に処理される
まで、使用不能である。このコマンドが発行された後、
処理はルーチン９００から出る。

【０２３８】上記に代り、制御装置がＲ／Ａコマンドを
適当に支援し、経路群識別子を戻した場合、処理はブロ
ック９３０から発した "イエス”経路９３３を介してブ
ロック９４０に進む。ブロック９４０において、それが
遂行されると、制御装置に対してＲ／Ａコマンドを発行
して、共用装置をその現行作業忠誠から解放する。

【０２３９】処理は決定ブロック９５０に進み、そこ
で、Ｒ／Ａセンス・データ、及び特にそこに含まれてい
る経路群識別子から、この装置が現在のＣＰＵ、すなわ
ちこのルーチンを遂行しているＣＰＵか又は他のＣＰ
Ｕ、において遂行しているシステムに対して予約されて
いるか否かを判別する。この装置が現行ＣＰＵに対して
予約されていた場合、予約の位置、少くともその関連Ｃ
ＰＵに対する予約の位置がわかる。従って、この場合、
処理は決定ブロック９５０から発した "ノー”経路９５
３を介してルーチン９００から出る。

【０２４０】しかし、異なるＣＰＵが予約を保持してい
た場合、決定ブロック９５０から "イエス”経路９５７
を介してブロック９７０に進む。このブロック９７０は
Ｒ／Ａセンス・データをＩＳＷＲルーチン１０００に渡
し、このルーチンを呼出して、予約を保持する特定のＣ
ＰＵを識別する。ブロック９７０が完了すると、処理は
ルーチン９００から出る。

【０２４１】最後に、図１１に処理を進める。図１１は
図６及び図７にも示す "予約付きシステム識別”（ＩＳ
ＷＲ）ルーチン１０００のハイレベル・フローチャート
である。前述のように、このルーチンは、Ｒ／Ａセンス
・データ及びＩＯＳ記録を使用して予約を保持するＣＰ
Ｕを識別する。

【０２４２】ルーチン１０００に入ると、まず、ブロッ
ク１０１０に進み、それを遂行する。その遂行により、
ＸＣＦを介して、結合済データセット（Coupled Datase
t)に常駐しているＩＯＳ記録をアクセスして読出す。そ
の後、ブロック１０２０に進み、この記録を通してＲ／
Ａセンス・データに供給された経路群識別子と一致する
一次ＰＧＩＤ又はAPGID どちらかを含むエントリを捜出
するよう検索する。

【２４３】この処理が終ると、その処理はブロック１０
２０から１０３０に進み、ブロック１０３０を遂行する
と、処理は予約を保持している特定のＣＰＵを指定する
メッセージを作成する。このＣＰＵは一致エントリに含
まれている一次ＰＧＩＤ又はAPGID から識別される。

【０２４３】このメッセージは現在予約されている装置
の数と、そのＣＰＵの製造番号と、そのエントリに存在
する場合、そのＣＰＵの共通システム名とを含む。この
メッセージでは表示のため現ＣＰＵに接続されているオ
ペレーターモニタに送られ、共用装置の自動回復をトリ
ガするため適当な自動回復ルーチンに接続される。

【０２４４】２．ＩＯＳ記録 次に、図１２を参照してＩＯＳ記録１１００を説明す
る。図１２は図６及び図７に示す結合済データセット６
２０に含まれているＩＯＳ記録１１００を例示する図で
ある。各シスプレックスに対し分離したＩＯＳ記録が存
在する。

【０２４５】図に示すように、例示のＩＯＳ記録１１０
０は、エントリ１１１０，１１２０，１１３０，１１４
０，１１５０で例示したエントリのテーブルを設置す
る。これらエントリの各々はシスプレックスで遂行す
る、例えばオペレーティング・システムのような関連シ
ステムの共通導入システム名（知っている場合）を含
む”システム名”(SYSTEM NAME）フィールドと、そのシ
ステムが関連ＣＰＵの論理区画内に常駐するか否かを示
す "ＬＰＡＲ Ｙ／Ｎ”フィールドと、それを通してシ
ステムが予約を保持できることを識別する一次及び代替
経路群識別子を含む一次ＰＧＩＤ及びAPGID フィールド
等を指定する。シスプレックスのそれぞれのＣＰＵを遂
行する各システムに対して１エントリが存在する。

【０２４６】エントリ１１１０，１１２０，１１３０，
１１４０が指定されている第１の６エントリが図４に示
す上記のシスプレックス４５５のシステムに対応する。
例として、このシスプレックスの各ＣＰＵが論理区画に
常駐していない１オペレーティング・システムのみを遂
行した場合、これらエントリの各々は（エントリ１１１
０を例示する）、共通システム名（例えば、ＭＶＳ１）
と、このシステムが論理区画に常駐していないことを示
す "ノー”の表示と、これらエントリの各々と共同する
ＰＧＩＤ（システムＭＶＳ１に対しては "ａｂｃｄ１２
３４”−−このＰＧＩＤは図４では "Ｃ”で示され、他
のＰＧＩＤに対しても同様である）とが与えられる。

【０２４７】これらシステムはＶＭホストで遂行するゲ
ストＭＶＳシステムでないため、これらエントリの各々
に対するAPGID は全べて０である。実際には、上記のよ
うに、各経路群識別子は１１バイト（例えば、２２１６
進ディジット）で形成されるが、図を簡単にするため、
各一次ＰＧＩＤ及びAPGID に対し８ディジットのみを示
す。

【０２４８】システムの１つがホストＶＭシステムの先
頭で動作するゲストＭＶＳシステムである場合、対応す
るエントリ（エントリ１１５０が典型的である）は一次
ＰＧＩＤと代替ＰＧＩＤ（APGID)の両方を持つ。前述の
ように、１経路群に対する（如何なるものも）一次ＰＧ
ＩＤはＭＶＳオペレーティング・システムによって作成
されるが、そのAPGID はＶＭオペレーティング・システ
ムによって予め作成された経路群識別子である。

【０２４９】エントリ１１５０の場合、識別子 "ｅｆｅ
ｆ８７９１”はその初期化中、ホスト・オペレーティン
グ・システムＶＭ２によって経路群に対する識別子とし
て初期的に作成された。その後、この同一経路群のた
め、オペレーティング・システムＶＭ２の先頭で遂行す
るゲストＭＶＳオペレーティング・システムの初期化中
に、ＭＶＳシステムはこの経路群に対するAPGID として
の識別子 "ｅｆｅｆ８７９１”を落とし、この特定の経
路群に対する一次ＰＧＩＤとして識別子 "ｃｃｃｄ５６
７８”を作成した。

【０２５０】このように、エントリ１１５０はＰＧＩＤ
及びAPGID 両方を含むが（同一アルゴリズムから作成さ
れたが数字的に異なる）、尚、同一システム（すなわ
ち、ＶＭ２）を指すことがわかる。

【０２５１】以上、本発明は、シスプレックス環境の結
合済データセットを通して、Ｒ／Ａセンス・データによ
り戻された経路群識別子を変換することとして説明した
が、本発明は如何なる多重処理環境においても使用する
ことができ、特定の経路群識別子変換方法（及びそれに
伴うこの変換のために使用されるデータ構造）は特定の
環境で予知され、１つのかかる環境から次の環境に広く
変えることができる。

【０２５２】この変換は確かにテーブル索引又はルック
アップ動作に限定されず、多くの導入システムにおいて
この変換方法は最も効率的である。

【０２５３】以上、本発明はその好ましい実施例で詳細
に説明したが、本発明はそれに限定されるものではな
く、本発明はその理念の範囲で、例えば、他の実施例及
び（又は）それに使用される装置等を広く変化変更しう
ることは当業者の認めるところである。

【０２５４】

【発明の効果】本発明は、以上説明したように構成し
て、故障発生の際、正しい修正動作を自動的にトリガす
るようにしたことにより、導入システムのダウンタイム
及びオペレータの介入を大幅に減少してコンピュータ導
入システムの故障発生の際の処理コストを非常に低減さ
せることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】共用装置及び動的経路指定を使用した従来の多
重処理コンピュータのハイレベル・ブロック図

【図２】中央処理装置（ＣＰＵ）２００と、本発明に従
いＣＰＵに組込まれ、メモリー２２０に記憶された各種
ソフトウェア成分の典型的な単純化メモリー・マップの
ブロック図

【図３】経路群識別子（ＰＧＩＤ）の構成フィールドを
示す構成図

【図４】Ａは本発明を組込むことができるシスプレック
ス間で共通共用装置を使用する２つのシスプレックス多
重処理コンピュータ導入システムを例示した単純化ハイ
レベル・ブロック図 Ｂはシスプレックス４５５内の各ＣＰＵのための対応す
るＰＧＩＤを指定するテーブルを例示する図

【図５】リセット忠誠コマンドの遂行により制御装置に
よって戻される本発明によるセンス・データの構成フィ
ールド（３２バイト）を例示する構成図

【図６】図４に例示するＣＰＵ４６１に関連するＭＶＳ
オペレーティング・システムで実行され、本発明の好ま
しい実施例で使用される各種ソフトウェア成分間で発生
する情報の流れを示すその構成図

【図７】Ａは図６と結合して、図４に例示するＣＰＵ４
６１に関連するＭＶＳオペレーティング・システムで遂
行し、本発明の好ましい実施例で使用される各種ソフト
ウェア成分間で発生する情報の流れを示すその構成図 Ｂは、結合した図６と図７のＡとの配列を示す図

【図８】ＭＶＳオペレーティング・システムの入出力
（Ｉ／Ｏ）監視プログラム成分のシステム導入を実行す
るルーチン７００（図６）のハイレベル・フローチャー
ト

【図９】ＭＶＳ未着割込みハンドラ・ルーチン８００
（図６）のハイレベル・フローチャート

【図１０】無条件予約（Ｕ／Ｒ）状態検出及び予約位置
ルーチン９００（図６）のハイレベル・フローチャート

【図１１】予約付きシステム識別（ＩＳＷＲ）ルーチン
１０００（図６）のハイレベル・フローチャート

【図１２】結合済データセット６２０に含まれているＩ
ＯＳ記録１１００（図６）の構成成分を表形式で例示す
る構成図

【符号の説明】

５ 多重処理コンピュータ導入システム １０，２０ 中央処理装置（ＣＰＵ） ３０ 経路 ４０ 制御装置 ４１，４３ 制御装置Ａ，Ｂ ５４，５６ リンク ６０ 共用装置 ２００ ＣＰＵ ２１０ プロセッサ ２２０ メモリー ２３０ メモリー・マップ ２５０ Ｉ／Ｏインターフェース ３００ 経路群識別子（ＰＧＩＤ） ４００ コンピュータ導入システム ４０５，４５５ シスプレックス ４１１〜４１６ ＣＰＵ ４６１〜４６６ ＣＰＵ ４２１〜４２６ リンク ４７１〜４７６ リンク ４５０，４３２，４８２ ＤＡＳＤ装置 ４９０ 独立型システム ４８０，４８２，４８４ 共用装置 ５００ センス・データ ６００ ＭＶＳオペレーティング・システム ６２０ 結合済データセット ６８０ 経路群

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ダビド・ハロルド・サーマン アメリカ合衆国12547、ニューヨーク州、 ミルトン、ポーラ・ドライブ、24番地 (72)発明者 ブレント・カムロン・バーズレイ アメリカ合衆国85730、アリゾナ州、タク ソン、イースト・ステラ・ロード、9533番 地

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 対応する複数のリンクを通して装置と共
   同する制御装置に接続された複数のシステムを有し、前
   記システムの各々は、前記リンクの対応する１つを介し
   て前記制御装置に対し、それぞれ、 "予約”又は "解
   放”コマンドを発行することによって前記装置に対する
   アクセスを取得し、放棄するようにした多重処理環境に
   おいて、前記装置に対する "予約”を保持する特定の１
   システムを捜出する方法であって、 前記システムの１つを通し、前記１システムにより前記
   装置に対し予め送られた事前定義コマンドが成功終了し
   たか否かを判別し、 前記事前定義コマンドが成功終了しなかった場合、前記
   １システムに接続された前記リンクの対応する１つを介
   し、前記１システムからリセット・コマンドを発行し、 前記リセット・コマンドに応答し、前記制御装置によ
   り、前記対応する１つのリンクを介し、それを通して前
   記特定のシステムが前記装置に対する予約を保持するよ
   うにした前記リンクの特定の１つの識別を含むセンス・
   データを供給し、前記識別は前記特定の１リンクに接続
   された前記特定のシステムを更に識別する識別子を含
   み、 前記１システムにおいて、前記センス・データの識別子
   に対応して、予約を保持する特定のシステムを指定する
   メッセージを生成する、各工程を含むことを特徴とする
   予約保持システム捜出方法。
2. 【請求項２】 前記リンクの各々は経路群から成ること
   を特徴とする請求項１記載の捜出方法。
3. 【請求項３】 前記システムは中央処理装置で遂行する
   ホスト・オペレーティング・システムか、中央処理装置
   で遂行するゲスト・オペレーティング・システムか、又
   は前記特定のシステムが複数の中央処理装置の１つであ
   る場合における中央処理装置自体であることを特徴とす
   る請求項２記載の捜出方法。
4. 【請求項４】 前記事前定義コマンドは、入出力（Ｉ／
   Ｏ）コマンドであり、前記判別する工程は、開始保留未
   着割込み（ＭＩＨ割込み）が発生したか否か周期的に判
   別し、 前記ＭＩＨ割込みに応答して、前記１システムに対する
   保留Ｉ／Ｏコマンドが事前定義期間内に終了しなかった
   か否か検査する、 各工程を含むことを特徴とする請求項３記載の捜出方
   法。
5. 【請求項５】 前記識別子は経路群識別子であり、 前記捜出方法は、更に、前記複数のシステムの各個々の
   システムにおいて前記各個々のシステムの初期化中、前
   記各個々のシステムに接続された、対応する経路群に対
   し関連する経路群識別の値を前記制御装置に対して設定
   し、 前記設定する工程に応答して、前記制御装置に対し前記
   各個々のシステムを接続する対応する経路群を形成する
   前記経路の各々を介し、前記経路群識別子を含むセット
   経路群ＩＤ（ＳＰＩＤ）コマンドを送信し、 前記制御装置において、前記経路の各々を介して受信し
   た前記ＳＰＩＤコマンドに応答して、前記経路群識別子
   によって指定された前記対応する経路群のメンバとして
   の前記経路の各々と通信を形成する、各工程を含むこと
   を特徴とする請求項３記載の捜出方法。
6. 【請求項６】 前記リセット・コマンドは、遂行する
   と、前記制御装置により、前記Ｒ／Ａコマンドを搬送
   し、前記センス・データを返送する複数の経路群の１つ
   を介して事前に設定された作業忠誠をリセットするリセ
   ット忠誠（Ｒ／Ａ）コマンドであることを特徴とする請
   求項３記載の捜出方法。
7. 【請求項７】 前記１システムは前記予約を保持する前
   記特定の１システム以外の前記システムのいずれかであ
   ることを特徴とする請求項３記載の捜出方法。
8. 【請求項８】 対応する複数のリンクを通して装置と共
   同する制御装置に接続された複数のシステムを有し、前
   記システムの各々は、前記リンクの対応する１つを介し
   て前記制御装置に対し、それぞれ、 "予約”又は "解
   放”コマンドを発行することによって前記装置に対する
   アクセスを取得し、放棄するようにした多重処理環境に
   おいて、前記装置に対する "予約”を保持する特定の１
   システムを捜出する装置であって、 前記システムの１つを通し、前記１システムにより前記
   装置に対し予め送られた事前定義コマンドが成功終了し
   たか否かを判別する手段と、 前記事前定義コマンドが成功終了しなかった場合、前記
   １システムに接続された前記リンクの対応する１つを介
   して前記１システムからリセット・コマンドを発行する
   手段と、 前記リセット・コマンドに応答し、前記制御装置によ
   り、前記対応する１つのリンクを介し、それを通して前
   記特定のシステムが前記装置に対する予約を保持するよ
   うにした前記リンクの特定の１つの識別を含むセンス・
   データを供給する手段、とを含み、前記識別は、前記特
   定の１リンクに接続された前記特定のシステムを更に識
   別する識別子を含み、更に、 前記１システムにおいて、前記センス・データの識別子
   に対応して、予約を保持する特定のシステムを指定する
   メッセージを生成する手段を含むことを特徴とする予約
   保持システム捜出装置。