JPH0683679A - データのバックアップ・コピー中の同時アクセスの方法及びシステム - Google Patents

データのバックアップ・コピー中の同時アクセスの方法及びシステム

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JPH0683679A
JPH0683679A JP5016437A JP1643793A JPH0683679A JP H0683679 A JPH0683679 A JP H0683679A JP 5016437 A JP5016437 A JP 5016437A JP 1643793 A JP1643793 A JP 1643793A JP H0683679 A JPH0683679 A JP H0683679A
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    • G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
    • G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
    • G06F11/1458—Management of the backup or restore process
    • G06F11/1466—Management of the backup or restore process to make the backup process non-disruptive

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Abstract

(57)【要約】 【目的】サブシステム・メモリを内蔵する記憶サブシス
テム制御機構を介してデータ処理システムに接続された
複数の記憶装置を含む記憶サブシステム内に記憶された
指定データのバックアップ・コピー中の高度の同時アク
セスを可能にする方法及びシステムを提供すること。 【構成】各記憶装置内のデータは、選択された記憶装置
を識別する特定制御ブロック(UCB) と、アクセスされる
データを識別する関連データ検索コマンド・シーケンス
とを用いてアクセスされる。第１の記憶装置からサイド
ファイルとしてサブシステム記憶制御機構内のサブシス
テム・メモリにコピーされたデータの部分は、代替記憶
装置と関連した特定制御ブロック(UCB) を用いて、サブ
システム・メモリ内に記憶されたデータを識別する選択
されたデータ検索コマンド・シーケンスと関連づけるこ
とによりアクセスできる。このように、第１の記憶装置
からのデータは代替特定制御ブロック(UCB) を用いてア
クセスすることができ、第１の記憶装置に関連した特定
制御ブロック(UCB) を用いてデータの同時アクセスを可
能にする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にアクセス中のデー
タ処理システムに関連した外部記憶装置内のデータセッ
トの同時アクセスを可能にする方法及びシステムに関す
る。詳しくは本発明は外部記憶装置内のデータセットの
バックアップ・コピー中のデータの同時アクセスに関す
る。より詳しくは、本発明はタイム・ゼロ・バックアッ
プ・コピー動作中のデータ処理システム内のデータセッ
トの同時アクセスの方法及びシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】現代のデータ処理システムは、ノイズ・
バースト、ソフトウェア・バグ、媒体故障及び書込経路
エラーの結果として起きる、記憶されたデータの誤りか
らだけではなく、データ処理システムの電源故障のよう
な全体的な事象からも回復するように準備されなければ
ならない。データ処理システム内のデータの連続使用可
能性を保証する最も一般的な手法は、データ処理システ
ム内の選択されたデータセットの少なくとも１つのコピ
ーを生成し、これらのコピーを持久記憶装置に記憶する
ことである。この、いわゆるバックアップ・プロセスは
現代のデータ処理システムにおける最新技術の外部記憶
システム内で行われる。
【０００３】バックアップ方式はスケジューリングの問
題として実現される。バックアップ方式はデータセット
の範囲によりかつバックアップ生起の頻度により例示さ
れる空間及び時間の次元を有する。全量(FULL)バックア
ップは、データセットの全範囲のバックアップを、その
データセットの個々の部分の更新の有無にかかわらず必
要とする。増分(INCREMENTAL) バックアップは、全量又
は増分の、前のバックアップの後に更新されたデータセ
ットの当該部分だけをコピーする。このように生成され
たバックアップ・コピーは、そのコピーが生成された時
点でのデータセット内の無矛盾のビュー(view)を生成す
る。
【０００４】もちろん、前述のプロセスの結果として、
バックアップ頻度が高ければ高いほど、バックアップ・
コピーはデータセット内のデータの現在の状態を正確に
反映することを当業者は理解する。典型的な最新技術の
データ処理システム内に維持された大量のデータのゆえ
に、そのデータのバックアップはありふれた動作ではな
い。従って、大規模な多重処理、多重プログラミング機
構では、データセット内のデータをバックアップする機
会費用は他のタイプの処理と比較してかなり高いことが
ある。
【０００５】データ処理システム内で実行されるアプリ
ケーションは一般にバッチ (ストリーム) モード又は対
話(トランザクション)モードで実行される。バッチ・モ
ードでは、ふつう一度に１つのアプリケーションが割込
みなしに実行する。対話モードは割込み駆動の多数のア
プリケーション又はトランザクションにより特徴づけら
れる。
【０００６】データ処理システムがストリーム・モード
方式又はバッチ・モードデータ方式でデータをバックア
ップするプロセスの際に、そのデータ処理システム内の
タスク又はアプリケーションが影響を受ける。すなわ
ち、ストリーム・モード又はバッチ・モードの動作はコ
ピーする期間のあいだ延期される。この事象は一般にバ
ックアップ・ウィンドウと呼ばれることを当業者は認め
る。バッチ・モード動作とは対照的に、ログに基づいた
又はトランザクション管理のアプリケーションは対話モ
ードで処理される。前記トランザクション管理アプリケ
ーションは、同時にオンライン・データセットを更新し
該変更をログ(log) することにより、バックアップ・ウ
ィンドウを除去する。しかしながら、このタイプのバッ
クアップ・コピーは無矛盾性(consistency)を生じる。
これはファジー(fuzzy)として説明される無矛盾性を生
じる。すなわち、バックアップ・コピーは単一の時点で
のデータセット／データベースの状態の精密なスナップ
ショットではない。むしろ、ログはデータベースに対す
る追加処理を必要とする事象ファイルを含む。
【０００７】米国特許出願第07/385647号(1989年7月25
日出願)は変更された増分方式を用いるバッチ・モード
・システムのバックアップを示す。変更された増分方式
は最後のバックアップ以後の新たなデータ又は更新だけ
をコピーする。この方式では、データ処理システム内の
アプリケーションの実行はコピー中は延期される。
【０００８】前述のように、ログに基づいたシステムで
従来の無矛盾点を設定するために、最後の検査位置から
関心のあるデータセット又はデータベースにわたってロ
グを再表示することにより経歴を反復することが必要で
ある。バッチ・モードとログに基づいたバックアップの
間の相違点は、バックアップ・コピーは無矛盾でありか
つその最後の記録時期について伝えるが、ログ及びデー
タベース・モードは、無矛盾時点を表わすために、障害
の事象で追加処理を必要とすることである。
【０００９】米国特許第4507751 号は、全てのトランザ
クションがデータセット先行書込みに基づいてログに記
録される、トランザクション管理システムを例示する。
この特許で記述されいてるように、作業の単位は最初に
バックアップ媒体(log) に記録され、その後その外部記
憶アドレスに書込まれる。
【００１０】米国特許出願第07/524206号(1990年5月16
日出願)は、記憶媒体の他の部分の積極的なアクセスと
同時の、追跡巡回(tracked cyclic)動作可能な磁気媒体
の選択された部分での媒体維持の動作を開示している。
この特許に記述された方法は、目標トラック間の顧客デ
ータの代替トラックへの位相移動、全ての同時アクセス
要求の代替トラック又は複数の代替トラックへの分割、
及び代替トラックから目標トラックへの維持及び再コピ
ーの終了を必要とする。
【００１１】トラック対トラック顧客データ移動を実行
する前に起きる要求及び割込みは該プロセスの再開始を
生じる。さもなければ、データ移動の実行中に起きる要
求及び割込みは DEVICE BUSY(装置使用中)状態を調べ
る。これは一般に要求のリキュー(requeue)を生じる。
【００１２】データのバックアップ・コピーは複雑で時
間がかかるために、アクセスを１つの記憶装置に限定す
るシステム制約にもかかわらずバックアップ・コピー中
に外部記憶装置内のデータの同時アクセスを可能にし、
選択された記憶装置のアクセスを待つことによって生じ
る遅延を最小にする方法及びシステムの必要性が存在す
る。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明の第一の目的
は、アクセス中のデータ処理システムに関連した外部記
憶装置内のデータセットを同時にアクセスすることを可
能にする改良された方法及びシステムを提供することに
ある。
【００１４】本発明の第二の目的は、外部記憶装置内の
レコードのバックアップ・コピー中のデータの同時アク
セスを可能にする改良された本発明及びシステムを提供
することにある。
【００１５】本発明の第三の目的は、タイム・ゼロ・バ
ックアップ・コピー動作中にデータ処理システム内のレ
コードを同時にアクセスする改良された方法及びシステ
ムを提供することにある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】前記目的はここに説明す
るように達成される。内部にサブシステム・メモリを備
える記憶サブシステム制御機構を介してデータ処理シス
テムに接続された複数の記憶装置を含む記憶サブシステ
ム内に記憶された指定されたデータのバックアップ・コ
ピー中の高度の同時アクセスを可能にする方法及びシス
テムが開示される各記憶装置内のデータは特定制御ブロ
ック(UCB) を用いてアクセスされる。これは選択された
記憶装置、及びアクセスされるデータを識別する関連し
たデータ検索コマンド・シーケンスを識別する。第１の
記憶装置からのサイドファイルとしてサブシステム記憶
制御機構内のサブシステム・メモリにコピーされたデー
タの部分は、サブシステム・メモリ内に記憶されたもの
として該データを識別する選択されたデータ検索コマン
ド・シーケンスをそれに関連づけることにより、代替記
憶装置に関連した特定制御ブロック(UCB) を用いてアク
セスできる。このように、第１の記憶装置からのデータ
は、代替特定制御ブロック(UCB) を用いてアクセスで
き、第１の記憶装置に関連した特定制御ブロック(UCB)
を用いるデータの同時アクセスを可能にする。
【００１７】
【実施例】図１は従来の技術による多重処理、多重プロ
グラミング・データ処理システムを示す。前記システム
は一般に冗長なチャネル(要求／応答インタフェース)
5、7及び9により外部記憶関連装置21、23、25、27及び2
9 をアクセスする複数のプロセッサ1及び3を備える。
【００１８】図１に示す実施例はデータ処理システム内
の各プロセッサが、一例として、IBM MVSオペレーティ
ングシステムを備えるIBM/360又は370 構成のプロセッ
サ・タイプを用いて実現されることがある。IBM/360構
成プロセッサは米国特許第3400371号に十分に説明され
ている。複数のプロセッサが外部記憶装置のアクセスを
共有する構成は米国特許第4207609号に開示されてい
る。
【００１９】MVSオペレーティングシステムは IBM Publ
ication GC28-1150, entitled MVS/Extended Architec
ture System Programming Library: System Macros
andFacilities, Vol. 1 にも記載されている。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、例
えば局所ロック管理、割込み又は監視によるサブシステ
ムの呼出し、及びタスクの通知及び待機の詳細は省略す
る。これらのオペレーティングシステム・サービスは当
業者には周知であると思われる。
【００２０】図１で、プロセッサ・プロセスは、IBMシ
ステム370又は類似のシステムでは、START I/O(I/O開
始)、転送が行われるデータへの経路を予約するチャネ
ル・サブシステムへの転送制御の呼出しにより、MVS 又
は他の既知のオペレーティングシステムを介して、外部
に記憶されたデータへの経路を設定できる。一般に、実
行中のアプリケーションはデータ従属性を有し、取出し
又は更新が終了するまで動作を一時的に延期できる。こ
のような転送の間、経路は該転送が終了するまでロック
される。
【００２１】図２及び図３は、従来の技術のバッチ処理
又はストリーム処理とタイム・ゼロ・バックアップ・シ
ステムとにおけるバックアップ・ウィンドウを示すタイ
ム・ラインを示す。図２で、バックアップ・ウィンドウ
41及び43に示すように、複数のバックアップ動作が行わ
れている。アプリケーション処理は一般に各バックアッ
プ・ウィンドウの直前に延期されクローズされ、この延
期はバックアップ・プロセスが終了するまで続く。バッ
クアップ・ウィンドウの終了はバックアップ・プロセス
の完了及び確約を通知する。完了はコピーされることに
なっていた全てのデータが実際にソースから読取られた
ことを意味する。確約はコピーすべき全てのデータが実
際に代替記憶ロケーションに書込まれたことを意味す
る。
【００２２】図３はタイム・ゼロ・バックアップ・コピ
ー・システムのバックアップ・ウィンドウを示す。前記
関連特許出願に詳細に記述されているように、各バック
アップ・ウィンドウ45及び47はなおアプリケーション処
理の延期又は終了を必要とするが、延期又は終了は非常
に短時間のあいだだけ起きる。前記関連特許出願に記述
されているように、タイム・ゼロ・バックアップ方法が
開始し、その時点でバックアップされるデータセット内
のデータを凍結する。その後、バックアップされるデー
タセット内の各トラックを識別するビット・マップが生
成され、このビット・マップの生成後に、そのコピーは
論理的に完全であると言われる。確約された状態すなわ
ち物理的な終了状態は、ある期間が経過するまで生じな
いが、論理的に終了した時点で、該データはデータ処理
システム内のアプリケーションにより完全に使用可能で
ある。このようなシステムでアプリケーション処理が延
期される時間は一般に低いサブセカンド(sub-second)の
範囲にある。しかしながら、コピーされるデータに対す
るビット・マップを生成するために必要な時間はデータ
セット内のデータの量によることを当業者は理解する。
【００２３】もちろん、もしタイム・ゼロ・バックアッ
プ・プロセスが論理的な終了点と物理的な終了点の間で
異常に終了すれば、バックアップ・コピーはもはや役に
立たないので、該プロセスは再開始しなければならない
ことを当業者は理解する。ちなみに、タイム・ゼロ・バ
ックアップ・プロセスは従来の技術のバックアップ・シ
ステムのものに極めて類似して傷つきやすい。すなわ
ち、全てのバックアップ動作は、もしそのプロセスが終
了前に異常に終了すれば、再実行されなければならな
い。従って、バックアップ・コピー動作中のデータの同
時アクセスを可能にすることにより、そのプロセスはよ
り迅速に終了し、バックアップ動作が異常終了するおそ
れのある時間を最小にする。
【００２４】図４は本発明の方法及びシステムによるタ
イム・ゼロ・バックアップ・コピーの生成の概念的な流
れを示す。図示のように、追跡巡回記憶装置61内のデー
タのタイム・ゼロ・バックアップ・コピーを生成するこ
とができる。このような装置内に記憶されたデータは一
般にレコード及びデータセットとして構成されることを
当業者は理解する。外部記憶装置内のデータの実アドレ
スは一般に直接アクセス記憶装置(DASD)のボリューム、
シリンダ及びトラックによって表現される。前記データ
の仮想アドレスは一般に基底アドレス及び前記基底アド
レスからのオフセット及び(又は)エクステントによって
表示される。
【００２５】更に、レコードはカウント・キー・データ
形式とすることができる。レコードは少なくとも１つの
実記憶装置を占有できる。データセットは、隣接するか
又は分散しうる実記憶装置に記憶できる複数のレコード
の論理的な集まりである。よって、もしバックアップ・
コピーがデータセット・レベルで生成されれば、反転し
たインデックスを実記憶装置内に形成するためには複数
の分類を実行することが必要であることを当業者は理解
する。本発明を説明するために、バックアップ処理はデ
ータ処理システム内の資源マネジャ・レベル及び記憶管
理装置レベルの両者で管理されるものとして記述され
る。
【００２６】前述のように、各プロセッサは一般に資源
マネジャ素子を含むオペレーティングシステムを備え
る。一般に、MVSオペレーティングシステムの下で実行
するIBMシステム370型プロセッサは、米国特許第485590
7号に記述されるデータ機能データセット・サービス(DF
DSS)の資源マネジャを備える。DFDSSはIBM Publication
GC26-4388,entitled Data Facility Dataset Services:
User^s Guide にも記述されている。従って、資源マネ
ジャ63は記憶制御機構65に関連して用いられ、追跡巡回
記憶装置61内に記憶された指定データセットの増分バッ
クアップ・コピーを生成する。
【００２７】後に説明するように、バックアップ・コピ
ー・プロセスは初期化期間を含み、その間にデータセッ
トが分類され、少なくとも１つのビット・マップが生成
され、該ビット・マップの論理的な終了がプロセッサの
呼出しプロセスに通知される。そしてリスト即ち識別さ
れたデータセットはDASDトラック細分性までのアクセス
経路素子によって分類される。次に、ビット・マップが
構築される。これは、データセット及びアクセス経路を
それらのどれかが包含される範囲で相関させ、又は所与
のコピー・セッションから除外される。最後に、資源マ
ネジャ63は論理的な終了を通知する。これは、僅少な遅
延の後に前記物理的な終了が起きるまでそのデータセッ
トに対して更新が処理されることを表わす。
【００２８】初期化に続いて、資源マネジャ63は、要求
されたデータのトラックの読取りを開始する。本明細書
で詳細に説明するように、これはデータ処理システム内
の特定の制御ブロックを用いて行われ、読取られる特定
のデータを識別するデータ検索コマンド・シーケンスと
関連した特定の記憶装置を識別する。コピー・セッショ
ンが活動状態である間に、各記憶制御機構はデータセッ
トに対する全ての更新を監視する。更新が他のアプリケ
ーション67から受取られる場合は、記憶制御機構65は、
下記のように、その所定の更新を処理するアルゴリズム
を実行する。
【００２９】タイム・ゼロ・バックアップ・コピー・シ
ステムでは、最初にアプリケーション67が試みた更新が
現在のコピー・セッション内にないボリュームに関する
ものかどうかについての判定が行われる。もしボリュー
ムが現在のコピー・セッション内になければ、更新は通
常に終了する。代わりに、もし更新がコピー・セッショ
ンの一部であるボリュームに関するものであれば、一次
セッション・ビット・マップが検査され、そのトラック
が保護されるるかどうかを調べる。もしビット・マップ
内の対応するビットがオフ(off) であり、そのトラック
が現にコピー・セッション内にないことを表わすなら
ば、更新は通常に終了する。しかしながら、もしトラッ
クが保護される (ビット・マップ内の対応するビットが
オン(on)である) ならば、問題のトラックはコピー・セ
ッションの一部であり、資源マネジャ63がまだ読取って
いない。このような場合には、記憶制御機構65は一時的
に更新を緩衝するか又は据置き、影響を受けるトラック
のコピーを記憶制御機構65内のメモリに書込む。その
後、更新は終了することができる。
【００３０】従って、図４に示すように、アプリケーシ
ョン67が開始した更新は記憶制御機構65を介して処理
し、追跡巡回記憶装置61内のトラック3及び5でデータを
更新することができる。トラック3及び5が記憶制御機構
65内のメモリにサイドファイルとして書込まれた後に更
新が可能になり終了することができる。そして、バック
アップ・コピーが要求された時点に存在したトラックの
ように、トラック3及び5のコピーはもはや追跡巡回記憶
装置61内にはないが、現在は記憶制御機構65内のメモリ
内に存在することを表わすように、一次ビット・マップ
が変更される。
【００３１】次に、資源マネジャ63により追跡巡回記憶
装置61から直に非更新トラックをコピーすることによ
り、又は追跡巡回記憶装置61から一時ホスト・サイドフ
ァイル71へのトラックを間接的にコピーすることによ
り、バックアップ・コピーが要求された時点の指定デー
タセットを要求する組合せコピーが参照番号69で生成さ
れる。これはホスト・プロセッサの拡張メモリ内に生成
することができる。更に、更新終了前に記憶制御機構65
にあるメモリ内のサイドファイルに書込まれているデー
タセット内のトラックも記憶制御機構65内のメモリから
一時ホスト・サイドファイル71に間接的に読込むことが
できる。このように指定データセットのコピーは、追跡
巡回記憶装置61内の非変更トラックから、記憶制御機構
65のメモリ内に記憶された更新されたトラックから生成
し、その後、一時ホスト・サイドファイル71に転送する
ことができる。そして指定データセットの部分は、バッ
クアップ・コピーが開始された時に生成されたビット・
マップを用いてバックアップ・コピ順に組合わせできる
ことを当業者は理解する。明らかに、これらのデータ部
分の各々に対するアクセスの同時性の増大はバックアッ
プ・プロセスをかなり加速する。
【００３２】図５は本発明の方法及びシステムに従って
外部記憶装置内でアプリケーションがデータをアクセス
できるプロセスの概要を示す。図示のように、データ
は、サブシステム記憶制御機構65を介してホスト・プロ
セッサに接続される複数の追跡巡回記憶装置61A、61B及
び61C 内に記憶できる。更に、資源マネジャ63は追跡巡
回記憶装置61A、61B及び61C 内のデータのアクセスの制
御に用いることがある。図示のように、アプリケーショ
ン67はホスト・プロセッサ81に接続された記憶装置の１
つに記憶されたデータのアクセスに用いることがある。
アプリケーション67は記憶装置61A、61B及び61C 内から
データをコピーすることを要求するバックアップ・プロ
グラム又は他のアプリケーションを構成することがあ
る。
【００３３】当業者には理解されるように、一般に前述
のタイプのデータ処理システムにおいて関連した記憶装
置内のデータのアクセスは、装置制御ブロック(DCB) と
呼ばれることがある、特定制御ブロック(UCB) を用いて
行われる。大抵の前記アプリケーションでは、各特定制
御ブロック(UCB)83、85及び87 は、特定の記憶装置と関
連づけられ、関連づけられた記憶装置内のデータのアク
セスを欲する種々のアプリケーションで用いられるトー
クンとして作用する。すなわち、アプリケーション67
は、それが記憶装置61A 内のデータをアクセスすること
を望む場合、参照番号83で示された特定制御ブロック(U
CB) を使用し、アプリケーション67が記憶装置61A 内の
データをアクセスしている期間中は、他のアプリケーシ
ョンは記憶装置61A をアクセスできない。この手法は一
般に個々の記憶装置を利用する複数のアプリケーション
による競合を回避するために用いられ、同時に複数のア
プリケーションが１つの記憶装置のアクセスを試みるこ
とを禁止する。もちろん、この状況は記憶装置の同時ア
クセスに関するホスト・プロセッサ内の制約又は記憶制
御機構内の制約の結果として起きることがあることを当
業者は分かっている。関連した外部記憶装置内のデータ
は、特定の記憶装置を識別する特定制御ブロック(UCB)
を用いるアプリケーション67がアクセスできる。そし
て、アプリケーション67は、その記憶装置内のデータ
を、関連した記憶装置内の所望のデータのロケーション
を指定する関連データ検索コマンド・シーケンスの利用
することによりアクセスできる。
【００３４】次に、本発明の重要な特性、即ち外部記憶
システム内の指定されたデータに対する高度の同時アク
セスについて説明する。記憶装置61A から選択されたデ
ータが記憶制御機構65内のメモリにコピーされた後、ア
プリケーション67は代替特定制御ブロック(UCB)、例え
ば特定制御ブロック(UCB)87を利用することにより、そ
のデータをアクセスできる。できれば、アプリケーショ
ン67は、めったに用いられない特定制御ブロックを選択
し、当該選択された代替特定制御ブロック (UCB)に、選
択されたデータ検索コマンド・シーケンスを関連づけ、
検索されるデータを記憶制御機構65のメモリ内のデータ
として識別することが望ましい。
【００３５】従って、代替記憶装置に関連した特定制御
ブロック(UCB) の利用にもかかわらず、記憶制御機構65
内のメモリに記憶されたデータがアプリケーション67に
戻される。このように、アプリケーション67は、データ
が記憶制御機構65内のサブシステム・メモリにコピーさ
れた結果として代替記憶装置に関連した特定制御ブロッ
ク(UCB) を用いることにより、予め記憶制御装置61A 内
に置かれたデータをアクセスできる。同様に、存在しな
い即ち仮想記憶装置に関連する第４の特定制御ブロック
(UCB)89 を設けることができる。このように、特定制御
ブロック (UCB)89を用いることにより、アプリケーショ
ン67は、その記憶装置のアクセスを争うことなしに、識
別された記憶装置内にあったデータをアクセスできる。
【００３６】図６は本発明の方法及びシステムに従って
タイム・ゼロ・バックアップ・コピー中の外部記憶装置
内のデータの同時アクセスの高レベルの論理流れ図を示
す。図示のように、ブロック99でプロセスが開始され、
ブロック101 でデータが要求されているかどうかを判定
する。もしデータが要求されていなければ、データが要
求されるまで、ブロック101 のプロセスが反復される。
【００３７】データ・アクセスが試みられると、ブロッ
ク103 でデータ・ロケーションを決定するホスト・ビッ
ト・マップを検査する。次に、ブロック105 で一時ホス
ト・サイドファイル71(図４参照)内に所望のデータがあ
ることを、ホスト・ビット・マップ内に位置付けられた
データ・ロケーションが示す場合、ブロック107 で当該
データがアクセスされる。そして、ブロック109 でプロ
セスは次のデータ要求を待つために戻る。
【００３８】ブロック105 で、一時ホスト・サイドファ
イル71内に所望のデータがないことを、ホスト・ビット
・マップから戻されたデータ・ロケーションが示す場合
は、プロセスはブロック111に進む。ブロック111で、所
望のデータが記憶されている記憶装置の識別に関連した
適切な特定制御ブロック(UCB) が選択される。そして、
プロセスはブロック113に進み、適切な特定制御ブロッ
ク(UCB)及び関連データ検索コマンド・シーケンスを用
いて、その記憶装置内のデータのアクセスを試みる。
【００３９】そして、プロセスはブロック115 に進み、
所望のデータが戻されたかどうかが判定される。もし所
望のデータが戻されていれば、プロセスはブロック117
に進み、次のデータ要求を待つために戻る。所望のデー
タが戻らない場合は、プロセスはブロック119 に進み、
ホスト・ビット・マップ内のデータ・ロケーションが更
新されたかどうかを判定するために、データ・ロケーシ
ョンについて再びホスト・ビット・マップを検査する。
所望のデータのアドレス・ロケーションを含むホスト・
ビット・マップの更新が非同期に発生し、特定の時点で
データのロケーションを正確に反映しないことがあるこ
とを当業者は理解する。
【００４０】次に、ブロック121 で、所望のデータが一
時ホスト・サイドファイル71内にあることを、ホスト・
ビット・マップが現に示すかどうかを判定する。もし所
望のデータが前記サイドファイル内にあれば、プロセス
はブロック123 に進み、そのデータをアクセスした後、
ブロック125で戻る。
【００４１】ブロック121 で、データが一時ホスト・サ
イドファイル71内にあることを、ホスト・ビット・マッ
プから戻されたデータ・ロケーションが示さない場合
は、プロセスはブロック127に進み、前述のように代替
特定制御ブロック(UCB)を選択する。その後、プロセス
はブロック129 に進み、記憶制御機構65内のサブシステ
ム・メモリ内でデータ・アクセスを試みる。
【００４２】ブロック131 で、記憶制御機構65内のサブ
システムからデータが戻される場合は、プロセスはブロ
ック125 に進み、次のデータ要求を待つために戻る。し
かしながら、記憶制御機構65内のサブシステム・メモリ
で試みられたアクセスからデータが戻らない場合は、プ
ロセスはブロック133 に進み、エラー・メッセージをを
返送する。
【００４３】以上の説明により、記憶制御機構内のサブ
システムにコピーされている所望のデータを識別する選
択データ検索コマンド・シーケンスを与えることによ
り、本発明の方法及びシステムは選択された特定制御ブ
ロック(UCB) を利用し、データのバックアップ・コピー
中の特定の記憶装置のアクセスの競合を十分に除去して
当該データをアクセスできることを当業者は理解する。
【００４４】
【発明の効果】本発明はアクセス中のデータ処理システ
ムに関連した外部記憶装置内のデータセットの同時アク
セスを可能にする改良された方法及びシステムを提供す
る。
【図面の簡単な説明】
【図１】実行中のプロセッサ及びアプリケーションが外
部記憶装置からのデータをランダムに又は順次にアクセ
スする従来の技術による典型的な多重処理、多重プログ
ラミング環境を示す図である。
【図２】バッチ・プロセス又はストリーム・プロセス及
びタイム・ゼロ・バックアップ・システムでのバックア
ップ・ウィンドウのタイム・ラインを示す図である。
【図３】バッチ・プロセス又はストリーム・プロセス及
びタイム・ゼロ・バックアップ・システムでのバックア
ップ・ウィンドウのタイム・ラインを示す図である。
【図４】本発明の方法及びシステムに従ってタイム・ゼ
ロ・バックアップ・コピーの概念的な流れを示す図であ
る。
【図５】本発明の方法及びシステムに従って外部記憶装
置内でアプリケーションがデータをアクセスできるプロ
セスを概略的に示す図である。
【図６】本発明の方法及びシステムに従ってタイム・ゼ
ロ・バックアップ・コピー中の外部記憶装置内のデータ
を同時にアクセスすることを示す高レベルの論理流れ図
である。
【符号の説明】
1 プロセッサ 3 プロセッサ 5 チャネル 7 チャネル 9 チャネル 21 制御機構 23 制御機構 25 切替手段 27 ＤＡＳＤ 29 ＤＡＳＤ 61 記憶装置 61A 記憶装置 61B 記憶装置 61C 記憶装置 63 資源マネジャ 65 記憶制御機構 67 アプリケーション 71 一時ホスト・サイドファイル 81 ホスト・プロセッサ 83 特定制御ブロック 85 特定制御ブロック 87 特定制御ブロック 89 特定制御ブロック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ミカエル・ホワード・ハータング アメリカ合衆国85715−2848、アリゾナ州 ツーソン、イースト・アルテザ・ビスタ 8040 (72)発明者 ジョン・ノーバート・マッカウレイ、ジュ ニア アメリカ合衆国85749、アリゾナ州ツーソ ン、イースト・サドルバック・ドライブ 8860 (72)発明者 ウィリアム・フランク・ミカ アメリカ合衆国85718、アリゾナ州ツーソ ン、イースト・ラ・エスプラダ 3921 (72)発明者 クラウス・ウィリアム・ミッケルセン アメリカ合衆国95037、カリフォルニア州 モーガン・ヒル、オーク・ビュー・サーク ル 16795 (72)発明者 ケネス・ミカエル・ナジン アメリカ合衆国85711、アリゾナ州ツーソ ン、ノース・アーカディア ナンバー507 250 (72)発明者 ヨラム・ノビック イスラエル国32812、ハイファ、ラモト・ レメズ、ボーラ・ストリート 25 (72)発明者 アレクサンダー・ウィノーカー イスラエル国35434、ハイファ、ドライフ ュス・ストリート 23

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ処理システムにおいて、サブシステ
    ム・メモリを有する記憶装置制御機構を介して前記デー
    タ処理システムに接続された複数の記憶装置を備える記
    憶サブシステム内に記憶された指定データの高度の同時
    アクセスを可能にする方法であって、選択された記憶装
    置と前記選択された記憶装置内でアクセスされるデータ
    を識別する関連データ検索コマンド・シーケンスとをそ
    れぞれ識別する複数の特定制御ブロックの１つを用い
    て、前記データ処理システムから前記複数の記憶装置の
    各々にあるデータをアクセスでき、 第１の記憶装置から前記指定データの少なくとも一部分
    を前記記憶装置制御機構内の前記サブシステム・メモリ
    にコピーするステップと、 第２の記憶装置を識別する特定制御ブロックを選択する
    ステップと、 選択されたデータ検索コマンド・シーケンスを、前記サ
    ブシステム・メモリ内の前記指定データの前記部分を識
    別する前記選択された特定制御ブロックに関連づけ、前
    記第１の記憶装置を識別する特定制御ブロックを用いて
    前記第１の記憶装置内の代替データを同時にアクセスで
    きるステップとを含むデータ処理システムにおいて複数
    の記憶装置を備える記憶サブシステム内に記憶された指
    定データの高度の同時アクセスを可能にする方法。
  2. 【請求項２】前記第２の記憶装置を識別する特定制御ブ
    ロックを選択するステップはまれに用いられる記憶装置
    を識別する特定制御ブロックを選択するステップを含
    む、請求項１のデータ処理システムにおいて複数の記憶
    装置を備える記憶サブシステム内に記憶された指定デー
    タの高度の同時アクセスを可能にする方法。
  3. 【請求項３】前記第２の記憶装置を識別する特定制御ブ
    ロックを選択するステップは存在しない記憶装置を識別
    する特定制御ブロックを選択するステップを含む、請求
    項１のデータ処理システムにおいて複数の記憶装置を備
    える記憶サブシステム内に記憶された指定データの高度
    の同時アクセスを可能にする方法。
  4. 【請求項４】前記第１の記憶装置から前記サブシステム
    ・メモリにコピーされた前記指定データの前記部分を識
    別するためにデータの論理記憶システム・アドレスとそ
    の物理アドレスの一致を維持するステップを更に含む、
    請求項１のデータ処理システムにおいて複数の記憶装置
    を備える記憶サブシステム内に記憶された指定データの
    高度の同時アクセスを可能にする方法。
  5. 【請求項５】前記指定データの部分が再配置される毎に
    前記データの論理記憶システム・アドレスとその物理ア
    ドレスの一致を変更するステップを更に含む、請求項４
    のデータ処理システムにおいて複数の記憶装置を備える
    記憶サブシステム内に記憶された指定データの高度の同
    時アクセスを可能にする方法。
  6. 【請求項６】データ処理システムにおいて、サブシステ
    ム・メモリを有する記憶装置制御機構を介して前記デー
    タ処理システムに接続された複数の記憶装置を備える記
    憶サブシステム内に記憶された指定データの高度の同時
    アクセスを可能にする方法であって、そのバックアップ
    ・コピー中に、選択された記憶装置と前記選択された記
    憶装置内でアクセスされるデータを識別する関連データ
    検索コマンド・シーケンスとを識別する複数の特定制御
    ブロックの１つを用いて、前記データ処理システムから
    前記複数の記憶装置の各々にあるデータをアクセスで
    き、 前記指定データについてデータの論理記憶システム・ア
    ドレスとその物理アドレスを一致させるステップと、 第１の記憶装置を識別する特定制御ブロックを用いて前
    記指定データの部分をアクセスしコピーすることにより
    計画的に又は随意に前記第１の記憶装置内の前記指定デ
    ータの前記部分を物理的にバックアップするステップ
    と、 前記第１の記憶装置で、前記サブシステム・メモリの更
    新を一時的に据置くことにより、コピーされない指定デ
    ータへのアプリケーション開始の更新を処理し、前記更
    新及び前記更新の書込みにより影響を受けた前記指定デ
    ータ又はその部分のサイドファイルを前記第１の記憶装
    置に書込むステップと、 第２の記憶装置を識別する特定制御ブロックを選択し、
    選択されたデータ検索コマンド・シーケンスを前記サブ
    システム・メモリ内の前記指定データの前記部分を識別
    する前記選択された特定制御ブロックと関連づけること
    により、前記第１の記憶装置を識別する特定制御ブロッ
    クを用いて前記第１の記憶装置内の代替データを同時に
    アクセスできる、前記サイドファイルをアクセスしコピ
    ーするステップとを含むデータ処理システムにおいて複
    数の記憶装置を備える記憶サブシステム内に記憶された
    指定データの高度の同時アクセスを可能にする方法。
  7. 【請求項７】前記第２の記憶装置を識別する特定制御ブ
    ロックを選択するステップはまれに用いられる記憶装置
    を識別する特定制御ブロックを選択するステップをを含
    む、請求項６のデータ処理システムにおいて複数の記憶
    装置を備える記憶サブシステム内に記憶された指定デー
    タの高度の同時アクセスを可能にする方法。
  8. 【請求項８】前記第２の記憶装置を識別する特定制御ブ
    ロックを選択するステップは存在しない記憶装置を識別
    する特定制御ブロックを選択するステップをを含む、請
    求項６のデータ処理システムにおいて複数の記憶装置を
    備える記憶サブシステム内に記憶された指定データの高
    度の同時アクセスを可能にする方法。
  9. 【請求項９】サブシステム・メモリを有する記憶装置制
    御機構を介してデータ処理システムに接続される複数の
    記憶装置を備える記憶サブシステム内に記憶された指定
    データの高度の同時アクセスを可能にするデータ処理シ
    ステムであって、前記複数の記憶装置の各々にあるデー
    タは、選択された記憶装置と前記選択された記憶装置内
    でアクセスされるデータを識別する関連データ検索コマ
    ンド・シーケンスとを識別する複数の特定制御ブロック
    の１つを用いて前記データ処理システムからアクセスで
    き、 前記指定データのを少なくとも一部分を第１の記憶装置
    から前記記憶装置制御機構内の前記サブシステム・メモ
    リにコピーする手段と、 第２の記憶装置を識別する特定制御ブロックを選択する
    手段と、 選択されたデータ検索コマンド・シーケンスを、前記サ
    ブシステム・メモリ内の前記指定データの前記部分を識
    別する前記選択された特定制御ブロックに関連づけ、前
    記第１の記憶手段を識別する特定制御ブロックを用いて
    前記第１の記憶装置を同時にアクセスできる手段とを備
    える複数の記憶装置を備える記憶サブシステム内に記憶
    された指定データの高度の同時アクセスを可能にするデ
    ータ処理システム。
  10. 【請求項１０】前記第１の記憶システムから前記サブシ
    ステム・メモリにコピーされた前記指定データの前記部
    分を識別するためにデータの論理記憶システム・アドレ
    スとその物理アドレスの一致を維持する手段を更に備え
    る、請求項９の複数の記憶装置を備える記憶サブシステ
    ム内に記憶された指定データの高度の同時アクセスを可
    能にするデータ処理システム。
  11. 【請求項１１】前記指定データが再配置される毎に前記
    データの論理記憶システム・アドレスとその物理アドレ
    スの一致を変更する手段を更に備える、請求項１０の複
    数の記憶装置を備える記憶サブシステム内に記憶された
    指定データの高度の同時アクセスを可能にするデータ処
    理システム。
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