JPH0685877A - 高性能通信チャネル及び該チャネルを有するデータ処理システム並びに動作回復方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 高性能データ処理システムのための待ち時間
の少ないチャネルを提供する。 【構成】 データが送られるべき２つの構成要素３２，
４０においてバッファ３６，４２が提供され、両方のバ
ッファが専らデータ転送の発信側により専用化される。
これにより、従来技術のマスタ／スレーブ関係の通信お
よびその付随プロトコルは排除される。メッセージの伝
送のために唯１つの転送が要求され、受信側へのメッセ
ージの伝達が本発明により実現されるプロトコルの下で
保証されるので次の転送で機能の完了が確認される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、中央処理複合体と、入
出力（Ｉ／Ｏ）装置およびシステム並びに他の中央処理
複合体を含むメッセージ・プロセッサとの間でメッセー
ジを交換するためのチャネルに関し、特に非常に拘束の
データ処理システムの諸要素（ｅｌｅｍｅｎｔ）間に、
非常に少ない待ち時間での通信を容易にする高性能バッ
ファリング技術に関する。本発明はまた、中央処理複合
体間の真の対等通信を許容し、多数の動作環境における
個々の動作の修復手順を実現する。

【０００２】

【従来の技術】従来のデータ処理システムにおいては、
１つのチャネル経路を有する１つの中央処理複合体（Ｃ
ＰＣ）が、１以上のストリングからなる直接アクセス記
憶装置（ＤＡＳＤ）、例えばディスクドライブが取付け
られた１つの制御装置と接続される。この制御装置は、
１以上のＤＡＳＤに対して書込まれる中央処理複合体に
より送られるデータを一時的に記憶するためのバッファ
を含む。中央処理複合体および制御装置は、マスタ／ス
レーブ関係において動作する。中央処理複合体のチャネ
ルと制御装置間のデータ送出については、データ伝送が
開始される前に多くの初期接続メッセージが両者間に送
られることを要求する。この初期接続を行うために要す
る時間は、データ転送性能を著しく低下させる。

【０００３】性能の極限的な改善を達成するため様々な
手法が用いられて来た。１つのこのような手法は、中央
処理複合体により送られたデータが制御装置でバッファ
リングされるがＤＡＳＤへは最後まで書込まれない「シ
ャドウ書込み」操作を含む。中央処理複合体は書込み操
作が生じたことを制御装置により通知されるが、にもか
かわらずこの操作によって電気機械的な書込み操作に通
常関連する時間遅延が取除かれる。

【０００４】動作を並行に行うことにより処理能力（ス
ループット）を向上させるため、個々のプロセッサで同
時に実行できる多重プロセッサ（ＭＰ）システムが開発
された。このような高性能のＭＰデータ処理システム
は、データ交換の必要がある場合、独立的に並行に動作
するが相互にあるいは主記憶装置（ＭＳ）と時折通信す
る複数の中央処理装置（ＣＰＵ）を具備することを特徴
とする。各々のＣＰＵがそれら自らのキャッシュ・メモ
リを有する緊密に接続された多重プロセッサ・システム
として知られるＭＰシステムの形式では、システムの種
々のレベルにおいてコヒーレンスの問題が存在する。こ
の問題に対する多くの解決法が当技術において公知であ
る。１つの試みは、全てのＣＰＵが最後のデータのみを
アクセスすることを保証する相互質疑（ＸＩ：ｃｒｏｓ
ｓ−ｉｎｔｅｒｒｏｇａｔｅ）手法を含む。

【０００５】最近では、古いシステムにおいて使用され
ていた低速の電気機械的ＤＡＳＤに代わる大容量の電子
的記憶装置が開発されている。これらの電子的記憶装置
は、ＭＰシステムの処理速度の著しい増加を提供する
が、従来のシステムの初期接続プロトコルと関連する従
来の問題には対処するものではない。これに加えて、緊
密に接続されたＭＰシステムによるメモリ管理を一般に
特徴とする相互質疑（ＸＩ）プロセスの問題もある。

【０００６】複数の中央処理複合体（ＣＰＣ）が通信リ
ンクを介して相互に接続されるデータ処理システムもま
た公知である。ＣＰＣは独立的に実行するが、データの
伝送および（または）処理のため相互に通信しなければ
ならない。ＣＰＣは、あるメッセージ・プロセッサを介
して通信する大型のメインフレーム・コンピュータであ
るか、あるいはローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡ
Ｎ）もしくは典型的にはサーバを含む広域ネットワーク
（ＷＡＮ）上で通信する複数の個々のワークステーショ
ンである。いずれの場合も、通信は大型のメインフレー
ム・コンピュータ間であっても典型的にはマスタ／スレ
ーブ関係で処理される。このマスタ／スレーブの呼称
は、データの流れに従って変化するが、Ｉ／Ｏ装置に関
して記述される初期接続プロトコルの形式は、一般にデ
ータ転送における遅延をもたらす結果となる。

【０００７】高速データ処理システムおよび構成要素が
開発されており、これにおいては通信プロセスが多くの
場合データ処理能力における制約要因である。媒体、と
りわけ銅線の伝送能力は、通信性能における制約要因で
あった。光導波路例えば光ファイバ・ケーブルの如き新
しい媒体は、従前の媒体で可能であったよりも著しく高
い伝送能力を有する。データ通信および高性能データ処
理システムにおいて、データ処理能力の全体的な改善が
強く要請されている。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、高性能データ処理システムのための待ち時間の少な
いチャネルの提供にある。

【０００９】本発明の別の目的は、データ処理ネットワ
ークにおける中央処理複合体間の真の対等（ｐｅｅｒ−
ｔｏ−ｐｅｅｒ）通信の提供にある。

【００１０】本発明の更に別の目的は、多重処理環境に
おける個々の動作の修復を支援するプロトコルの提供に
ある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明の１つの特質によ
れば、データが送られるべき２つの要素においてバッフ
ァが提供され、両方のバッファが専らデータ転送の発信
側により専用化される。換言すれば、従来技術のマスタ
／スレーブ関係の通信およびその付随プロトコルは、本
発明によって排除される。受信側へのメッセージの伝達
は、本発明により実現されるプロトコルの下で保証され
るので、メッセージを伝送には１度しか転送が必要とさ
れず、２番目の転送により機能の完了が確認される。

【００１２】メッセージ動作は、４つまでの情報の交換
を含む。要求部分は常に受取側に対するメッセージの発
信元から送られる。応答部分は常に受信側から発信元へ
送られる。任意選択のデータ部分は、発信元から受信側
へ、あるいは受信側から発信元へ送られる。すなわちデ
ータ部分については発信元と受信側の両方もしくは一方
が所与のメッセージ部となり得るか、又はそのいずれも
がメッセージ部となり得ない。

【００１３】発信元および受信側のチャネルは、リンク
により物理的に接続される。銅、光ファイバあるいは他
の媒体のいずれのリンク媒体にも損失はある。メッセー
ジの一部の喪失は、メッセージに対するエラーをもたら
す結果となる。エラーの補正は、失敗した元のメッセー
ジと２番目のメッセージ間に拮抗状態が生じないように
元のメッセージを打消し、２番目のメッセージを別のチ
ャネルに送ることによって実現される。

【００１４】その結果、動作を打消さねばならない時、
例えば発信元が機能の完了の確認を受取らない時があ
る。従って、発信元から要求が送られる時、メッセージ
・タイマが送信側で始動される。この要求に対する通常
の応答が受取られると、タイマはリセットされる。メッ
セージの時間切れは、メッセージ・レベルにおいて多数
の交換を生じうる。一例は、共有メモリ構造であるメッ
セージ・プロセッサに対する書込み命令の実行の結果と
して生成される相互質疑（ＸＩ）メッセージである。相
互質疑は、共有メモリ構造のユーザに対して送られる。

【００１５】応答がないかあるいは応答が時間切れのい
ずれかによりメッセージが時間切れとなると、回復手順
が開始される。この回復手順には、受信側のバッファを
クリアし、より早期の打消し操作要求により打消される
おそれなしに発信元が別の要求を発行しうることを保証
するように、元の操作を打消すことが含まれる。

【００１６】ある動作を打消さねばならない時、打消し
操作命令が出される。しかし、打消し操作が応答を得る
ことに失敗した時、この操作が打消されるまで、更に多
くの打消し操作命令を出せる方が望ましい。この場合、
受信側がどの打消し操作指令に応答するかを決定する問
題、即ち、最初もしくは最後の命令、あるいは両者間に
あって幾つかの打消し操作命令の後に出された命令のど
れに受信側が応答するかという問題が生じる。

【００１７】本発明の第２の特質によれば、最初あるい
はその後の打消し操作命令の失敗の結果として更に別の
打消し操作命令が送出される場合、打消される操作をマ
ーキングする前に打消し命令とは異なる二次的な命令を
発して応答することが必要となる。命令は受取られた順
序で実行されねばならないため、二次的な指令に対する
応答は、他の打消し操作命令が受信側に残っていないこ
とを保証し、もって打消される危険もなく以後の操作を
開始することが可能となる。

【００１８】

【実施例】次に図面について、特に図１には、中央処理
複合体（ＣＰＣ）１２に対する典型的なＩ／Ｏシステム
１０のブロック図が示される。ＣＰＣ１２は、通常はＣ
ＰＵ（図示せず）、種々の支援バッファ、レジスタなど
を含み、そのいずれの構造も当技術においては周知であ
るため示さない。ＣＰＣ１２は、１以上のチャネル経路
１４を含み、その１つのみが明瞭にするため示される。
チャネル経路１４は、接続メッセージ・バッファ１６を
有し、ケーブル１８を介して制御装置２０と接続されて
いる。ケーブル１８は、例えば銅線の如き適当な媒体で
よい。

【００１９】制御装置２０は、バッファ２２を含み、こ
のバッファ２２を制御してＤＡＳＤ２４、２６の１つ以
上のストリングと通信するマイクロプロセッサ（図示せ
ず）を含む。ＤＡＳＤ２４、２６は、通常、電気機械的
に指標付きの読出し／書込みヘッドによりデータが書込
まれる回転磁気媒体を有するディスク・ドライブであ
る。

【００２０】ＣＰＣ１２と制御装置２０間の関係は、マ
スタ／スレーブの関係である。即ち、命令はＣＰＣ１２
により命令を実行する制御装置２０に対して出される。
例えば、ＣＰＣ１２は、データ処理の後、計算結果を制
御装置２０に接続されたＤＡＳＤの１つに書込むことを
要求する。これは、図２のフローチャートに全体的に示
されるプロトコルに従って行われる。最初に、ＣＰＣ１
２はバッファ１６における要求をロードしてこれをケー
ブル１８によりバッファ２２へ送ることにより、接続要
求を出す。制御装置２０は、バッファ２２を制御するた
め、最初にＣＰＣ１２に対して、バッファ２２がデータ
を受取りの用意ができていること、及び確認メッセージ
が別のデータを送るのをＣＰＣが待たねばならなくなる
前に何バイトのデータを送ることができるかを通知しな
ければならず、これはＣＰＣ１２へ戻される接続許可
（ｇｒａｎｔ）メッセージを発することにより行われ
る。

【００２１】一旦ＣＰＣ１２と制御装置２０間が接続さ
れると、ＣＰＣ１２は要求メッセージを発し、これは本
例においてはデータをＤＡＳＤの１つに書込むことであ
る。この要求メッセージは、制御装置２０がＤＡＳＤに
対するデータ書込みの用意をすることにより応答する指
令である。要求メッセージの後には、一時的にバッファ
２２に記憶される１つ以上のデータ・フレームが続く。
各データ・フレームは、制御装置２０により確認され
る。接続許可によって確保された歩調合せ値を越える更
に別のデータ・フレームをＣＰＣ１２が送るためには、
確認メッセージが受取られねばならない。図２に示され
る如きプロトコルにおいては、このような別個の確認メ
ッセージは制御装置２０によりＣＰＣ１２に対して送ら
れない。代わりに、ここでは、ＣＰＣ１２によって制御
装置２０へ送られる元の要求メッセージが、送られるデ
ータのバイト数を示すフィールドを含むものとする。

【００２２】要求フレームおよびデータ・フレームが制
御装置２０により受取られて認識されると、受取られ認
識されたフレームに対する確認メッセージが送られる。
制御装置２０は、（１）要求メッセージが制御装置２０
により理解され得るものであり、また（２）データ・フ
レームが正しく受取られたならば、最初に要求確認（Ａ
ＣＫ）メッセージを、次にデータＡＣＫメッセージをＣ
ＰＣ１２に対して送る。後者は、典型的には、フレーム
の一部としてデータとともに送られる周期冗長検査コー
ド（ＣＲＣ）により決定される。データ・フレームに対
するＡＣＫメッセージは、受取られた各データ・フレー
ムに対する別のＡＣＫとして、あるいは図２に示される
幾つかのデータ・フレームに対するＡＣＫとして送るこ
とができる。

【００２３】先に述べたように、このプロセスは、実際
にＤＡＳＤに書込む前にデータが一時的に記憶される制
御装置２０における「シャドウ書込み」を行うが、書込
み操作が起生したことの応答をＣＰＣ１２に対して送る
ことによって強化することができる。この応答は、実際
には、ＣＰＣ１２に対して、元の要求メッセージにおけ
る命令（例えば、データ書込み）が成功裏に完了したこ
とを信号で通知する。次に、ＣＰＣ１２は制御装置２０
に対してＡＣＫ応答を発することにより接続を終了す
る。シャドウ書込み機能が実現されるのはＤＡＳＤに対
する実際のデータ書込み操作が起生する時より後であ
る。

【００２４】当業者には、図２に示されたプロトコルが
図１に示された従来のシステムに勝るデータ処理システ
ムの処理能力を改善する幾つかの特徴を含むことが理解
されよう。例えば、図２に示されるプロトコルは、多数
のＡＣＫメッセージの必要性を取除くことにより、より
以前のシステムにおいては一般的であった初期接続の遅
延を著しく除去するものであった。更に、電気機械的Ｄ
ＡＳＤに対する書込み時間がミリ秒（ｍｓ）単位で測定
されるが銅のケーブル１８における通信時間の遅延はマ
イクロ秒（μｓ）単位で測定されるため、データ書込み
操作における著しい遅延は「シャドウ書込み」機能によ
って取除かれる。

【００２５】しかし、システムおよび構成要素の設計に
おける最近の展開は、これらの従前の試みを時代遅れの
ものした。第１に、低速の電気機械的ＤＡＳＤは、大量
の（例えば、数百ＭＢの）高速データ記憶域を提供する
電子記憶素子によって置換されつつある。第２に、マイ
クロプロセッサ（即ち、データ処理エンジン）は、増大
した速度および処理能力を提供するよう一貫して改善さ
れつつある。第３に、光ファイバ・ケーブルを含む光導
波路システムは、データ処理システムにおいて益々増加
しつつある。光ファイバ・ケーブルにおける伝送時間
は、数十Ｍビット／秒ではなく数Ｇビット／秒単位で測
定される。伝送媒体における伝播速度は、全ての媒体に
おいて比較的一定したままで、光速の約０．７５倍であ
る。複合技術におけるこのような最近の開発と結び付い
ているのは、比較的多様な素子の幾何学的分散を呈する
より複雑なデータ処理システムを構成しようとする傾向
である。このため、光ファイバ・ケーブルの如き高速な
媒体が伝送時間の大きな減少を結果としてもたらして
も、電子構成素子の動作速度に比して伝送距離が依然と
して大きな時間遅延をもたらす結果となる。

【００２６】本発明は、従来技術において一般に用いら
れたマスタ／スレーブ関係を完全に排除する待ち時間の
少ない新しい通信システムを実現することによりこの問
題に対処するものである。付加的な利益として、本発明
によるシステムは、データ処理システムにおける構成要
素がＣＰＣおよびＩ／Ｏ装置であれ、あるいは多重ＣＰ
Ｃまたはそのどんな組合わせであれ、これら要素間の真
の対等通信を提供する。

【００２７】図３は、比較のため図１に示されたＩ／Ｏ
システムと似た本発明の基本的アーキテクチャのブロッ
ク図を示す。このＩ／Ｏシステム３０は、図１のそれと
同様に、チャネル経路３４と、光ファイバ・ケーブルの
如き伝送媒体３８に接続された付設メッセージ・バッフ
ァ３６とを有するＣＰＣ３２を使用する。しかし、図１
に示されるＩ／Ｏシステムとは異なり、図３におけるＩ
／Ｏシステム３０は、バッファ４２を含む電子素子４０
を有する。また、従来技術の電気機械的ＤＡＳＤに代わ
る電子素子４０は、図１に示されたＩ／Ｏシステムと同
様に、電子記憶装置４４を含む。

【００２８】しかし、光ファイバ・ケーブルおよび電子
記憶装置により提供される明らかな速度の改良は、従来
技術のマスタ／スレーブ関係およびプロトコルが図３に
示されるシステムに含まれるとすれば、ごく僅かに実現
されるに過ぎない。以降の記述において明らかになるよ
うに、電子素子４０におけるバッファ４２はＣＰＣ３２
に対して専用化（ｄｅｄｉｃａｔｅ）される。このバッ
ファは、３つの部分、即ち、それぞれ「Ｃ」、「Ｄ」、
「Ｒ」で示される要求部即ち命令部（Ｃ）、データ部
（Ｄ）、応答部（Ｒ）に分けられる。データをともなう
要求メッセージがバッファ３６にロードされ、そのロー
ド順序にバッファ４２に対して送られる。命令は、バッ
ファ４２の「Ｃ」部分にロードされ、直ちに復号され
る。復号された命令（例えば、データ書込み）はバッフ
ァ４２の「Ｄ」部分におけるデータの受信を待ち、全て
のデータが受信されると直ちに、本例においてはデータ
を電子記憶装置４４へ書込むことにより命令が実行され
る。命令が実行されると直ちに、電子素子４０は、バッ
ファ３６の「Ｒ」部分で受取られる応答をＣＰＣ３２へ
送る。

【００２９】本発明による新しいプロトコルは、図４の
フローチャートに示される。バッファ４２はＣＰＣ３２
に専用化されるため、図２に示したプロトコルにおいて
要求されたような接続要求および接続許可に対する要件
は存在しない。図４に示されたプロトコルにおける書込
み操作は、（１）要求およびデータが直ちにＣＰＣ３２
により光ファイバ・ケーブル３８上をバッファ４２に対
して送られ、命令が実行されると直ちに、（２）電子素
子４０はＣＰＣ３２に対して応答を行うことである。こ
のため、メッセージ（要求とデータ）の伝送には１度の
転送だけ必要とされ、２番目の転送は機能の完了を確認
する。同様に、データが電子素子４０からＣＰＣ３２に
対して送られることを除けば、読出し操作も同じプロト
コルに従う。また、計算を行いデータを返す操作におい
ては、ＣＰＣ３２から電子素子４０へデータを送付し、
返りデータをＣＰＣ３２へ送付する。本発明の望ましい
構成においては、説明する動作は同期的である、即ち、
ＣＰＣ３２は電子素子４０から応答を受取るまで待機す
る。

【００３０】電子素子４０は、それ自体別のＣＰＣであ
る。以下に述べるように、真の対等通信が、システムの
各ＣＰＣおよび電子素子に本発明が補完的なバッファ・
セットを提供することによって支援される。このため、
電子素子４０は、当技術において現在使用される非同期
的な割込み手順を用いることなく、ＣＰＣ３２と直接同
期的に通信することができる。

【００３１】更に、本発明はＩ／Ｏシステムに限定され
るものではない。例えば、図３に示される電子素子４０
は、１つ以上のＣＰＣに対するコプロセッサとして使用
されるスーパーコンピュータでよい。このコプロセッサ
は、ＣＰＣからの要求に基いて１つの計算または一連の
計算を行うため時折必要とされ、この計算結果は戻りデ
ータとして要求側のＣＰＣへコプロセッサにより送られ
る。即ち、ＣＰＣは、コプロセッサにより演算されるデ
ータを伴って要求を送出し、コプロセッサはその計算の
結果生成されたデータをＣＰＣへ送り、その後に上述の
同じプロトコルを用いた応答が続く。

【００３２】図５は、リンク５０の両端の高性能チャネ
ルに跨った高性能リンクにおける単一メッセージに対す
るバッファ設計を示す。物理的バッファは、単一メッセ
ージを支援してリンクの各端部で高性能チャネルに組込
まれる。単一メッセージの伝送を支援するために要求さ
れるリンクの各端部における物理的バッファは、メッセ
ージ・バッファと呼ばれる。

【００３３】論理的には、１つのＣＰＣまたは電子素子
には２つのタイプのバッファがある。発信元バッファと
呼ばれる第１のタイプは、前記ＣＰＣまたは電子素子で
生起するメッセージ動作のため使用される。受取り側バ
ッファと呼ばれる第２のタイプのバッファは、リンクの
他端部、即ち電子素子またはＣＰＣにおいて生起する諸
動作のため使用される。発信元バッファ５４は、メッセ
ージ発信元５２で生起するメッセージ動作のために使用
される物理的バッファからなる。受取り側バッファ５８
は、リンクの他端部で生起する諸動作のため使用される
物理的バッファからなる。リンクの一端部における発信
元バッファ５４およびリンクの他端部における受取り側
バッファ５８は、高性能チャネルのメッセージ・バッフ
ァをなす。高性能チャネル・メッセージ・バッファは、
発信元から受取り側へ送られる１つのメッセージ、およ
び返される関連する応答およびデータに要する全てのバ
ッファリング動作を生じることが可能である。

【００３４】発信元および受取り側の両方のバッファ
は、３つの論理的領域、即ち、（１）要求領域、（２）
応答領域、および（３）データ領域を有する。更に、発
信元バッファ５４は、要求領域５４１と、データ領域５
４２と、応答領域５４３とからなる。受取り側バッファ
５８は更に、要求領域５８１と、データ領域５８２と、
応答領域５８３とからなる。それらの内、データ領域５
４２、応答領域５４３、要求領域５８１およびデータ領
域５８２は、物理的バッファである必要がある。要求領
域５４１は、メッセージ発信元５２のメモリ内の仮想ア
ドレスとすることができ、また応答領域５８３は、メッ
セージ受信側５６のメモリ内の仮想アドレスとすること
ができる。

【００３５】高性能チャネルにおけるメッセージ・バッ
ファは、メッセージ・ベースで使用するように割付けら
れる。情報は、受取ったフレームを置く場所があること
を保証し、リンク、発信元装置および受取り装置間の速
度の不整合を補償するために、リンクの各端部でバッフ
ァリングされる。

【００３６】メッセージ動作のための要求情報は、発信
元バッファ５４の要求領域５４１から受取り側バッファ
５８の要求領域５８１へ送られる。応答情報は、受取り
側バッファ５８の応答領域５８３から発信元バッファ５
４の応答領域５４３へ戻される。発信元バッファ５４お
よび受取り側バッファ５８のそれぞれのデータ領域５４
２および５８２は、命令の実行のため必要な別の情報を
送受するために使用される。データ・フローの方向は、
実行される指令に依存する。データは、所与の動作のた
め両方向に流れる。メッセージ受取り側によって全ての
データが受取られた後でなければ、データ領域５８２、
５４２を結果データのために使用することができない。

【００３７】メッセージ発信元からメッセージ受取り側
へ送られるメッセージは、実行される命令をメッセージ
発信元の要求領域５４１に置き、命令に伴うデータをメ
ッセージ発信元のデータ領域５４２に置く。要求領域の
内容は、メッセージ受取り側の要求領域５８１へ送ら
れ、データ領域の内容はメッセージ受取り側のデータ領
域５８２へ送られる。メッセージ受取り側は、その要求
領域において命令を受取ると同時に、その命令を直ちに
復号してデータが要求される地点まで命令の実行を開始
する。データが受取られ、命令の実行が完了すると、そ
の結果は応答領域５８３に置かれ、応答に伴うデータは
データ領域５８２に置かれる。メッセージ受取り側のデ
ータ領域は、メッセージ発信元のデータ領域５４２へ送
られ、次いでメッセージ受取り側の応答内容はメッセー
ジ発信元の応答領域５４３へ送られて、メッセージ動作
が完了する。

【００３８】高性能チャネルは、少なくとも１つの発信
元バッファまたは１つの受取り側バッファを必要とする
が、１つ以上の発信元バッファあるいは１つ以上の受取
り側バッファを持つことができる。チャネルはまた、発
信元および受取り側の両方のバッファを含むことができ
る。高性能チャネルには、同数の発信元および受取り側
バッファを提供することは要求されない。図６は、対等
動作のため複数のバッファを支援する基本バッファ構造
の構成例を示す。この修正は、複数の発信元バッファお
よび受取り側バッファが１つの高性能チャネルに存在す
ることを可能にする。例えば、ＣＰＣ６４には（Ｎ＋
１）個の発信元バッファ６２（番号０乃至Ｎを付す）が
あり、ＣＰＣ６８には対応する（Ｎ＋１）個の受取り側
バッファ６６がある。更に、ＣＰＣ６８には（Ｍ＋１）
個の発信元バッファ７２（番号０乃至Ｍを付す）があ
り、ＣＰＣ６４には対応する（Ｍ＋１）個の受取り側バ
ッファ７４がある。これらのバッファは、複数の送信元
７７および受信側７９からなるリンク７６を介して接続
される。リンクの両端におけるバッファの数および構成
は、本発明による高性能チャネルを用いて達成し得る並
行性の程度を決定する。

【００３９】システムの初期化中、接続されたチャネル
はメッセージ・バッファの確立を可能にする情報を交換
する。各チャネルは、リンクの他端部の相手側のチャネ
ルに、受取り側バッファの容量について通知する。図６
に示される事例では、ＣＰＣ６８のチャネルは、ＣＰＣ
６４のチャネルに対して、必要なメッセージ動作数を支
援する指定サイズ（要求およびデータ領域のサイズ）で
ある（Ｎ＋１）個の受取り側バッファを支援することが
可能なことを通知する。ＣＰＣ６４のチャネルは、指定
サイズである（Ｎ＋１）個の受取り側バッファがメッセ
ージ動作の支援に充分であるかどうかを評価する。受取
り側バッファがメッセージ動作の支援に不充分であるな
らば、ＣＰＣ６４のチャネルは発信元バッファを確立す
ることなく、メッセージ動作は開始されない。（Ｎ＋
１）個の受取り側バッファがＣＰＣ６４におけるチャネ
ルに対して充分であるならば、メッセージ動作に必要な
発信元バッファ数を確立することになる。１つのチャネ
ルに確立された発信元バッファの数は、接続チャネルに
おいて確立された受取り側バッファの数と等しい必要は
ない。例えば、ＣＰＣ６８のチャネルが１０個の受取り
側バッファを提供できることを表示し、ＣＰＣ６４のチ
ャネルがメッセージ動作のため僅かに２個の発信元バッ
ファを必要としたならば、ＣＰＣ６４におけるチャネル
は２個のメッセージ・バッファを確立するに過ぎない。
従って、ＣＰＣ６４のチャネルにおける（Ｎ＋１）個の
発信元バッファおよびＣＰＣ６８におけるチャネルにお
ける（Ｍ＋１）個の発信元バッファが、図６に示される
システムに対して確立し得る発信元バッファの最大数で
ある。発信元バッファと受取り側バッファの個数間に１
対１の対応はなくともよいが、メッセージ・バッファを
確立するため各発信元バッファ毎に１つの受取り側バッ
ファがなければならない。

【００４０】存在する各メッセージ・バッファ（即ち、
発信元／受取り側バッファ対）毎に、１つのメッセージ
動作が起生し得る。このため、図６に示される多数のメ
ッセージ・バッファ構造は、多数のメッセージが同時に
実行状態になることを許容する。更にまた、これらメッ
セージ動作はリンク７６上で両方向に同時に起生するこ
とができる。メッセージは、ＣＰＣ６４におけるチャネ
ルあるいはＣＰＣ６８におけるチャネルのいずれか一方
から生成し得る。

【００４１】高性能リンク７６は、更に図７に示される
如き送受信回路がリンクの両端に置かれた多くの導体か
らなる。このリンクは、チャネルを接続する実質的に２
つの伝送経路を有する。一方の伝送経路は、リンクの一
端部における高速チャネルからリンクの他端部における
高速チャネルへ信号を送る１組の導体を含む。第２の伝
送経路は、リンクにおいて反対方向に信号を送るため使
用される別の組の導体であり、情報が同時に両方向に流
れることを許容する。本発明の望ましい実施態様におい
ては、これら伝送経路の導体は光ファイバであるが、銅
線あるいは無線周波または赤外線の信号から構成するこ
とができる。

【００４２】高性能チャネルの機能は２つのレベルに分
けられる。即ち、物理的接続の管理に要するフレームお
よびシーケンスを定義するリンク・レベルのプロトコル
と、このリンク・レベルの機能およびサービスを使用す
るメッセージ・レベルのプロトコルである。リンク・レ
ベル機能は、同期の取得、リンクの初期化および構成、
並びにエラーおよびオフライン状態の信号を含む。要求
フレームおよび応答フレームは、メッセージ・レベルの
プロトコルに従って送られる。

【００４３】図８は、高性能リンク上で情報が送られる
フレーム構造を示し、各フレームは図７に示される如き
１つの伝送経路に送られる。基本的には２つのフレーム
のタイプ、即ち、情報フレーム８０と制御フレーム８２
がある。情報フレーム８０は、ヘッダ（ＨＥＡＤＥＲ）
８０１と、その関連する巡回冗長検査コード（ＣＲＣ）
８０２と、可変長の情報またはデータ・フィールド８０
３と、データ・フィールド８０３と関連するＣＲＣ８０
４とからなる。制御フレーム８２は、情報またはデータ
は含まず、従ってヘッダ８２１とＣＲＣワード８２２の
みからなる。このヘッダは、フレームのフォーマット、
フレームの形式、フレームの宛て先を識別して、フレー
ム処理に用いられる値を提供する。

【００４４】従来技術は、通常、図９に示されるような
更に複雑なフレーム構造を使用する。ここでも、２つの
タイプのフレーム、即ち情報フレーム９０と制御フレー
ム９２が用いられる。情報フレーム９０は、区切り（即
ち、ＳＴＡＲＴ）９０１と、ヘッダ９０２と、可変長の
情報またはデータ・フィールド９０３と、ＣＲＣ９０４
と、区切り（即ち、ＳＴＯＰ）９０５とからなってい
る。制御フレーム９２は、情報あるいはデータを含まな
いが、区切り９２１と、ヘッダ９２２と、ＣＲＣ９２３
と、区切り９２４とを含む。図９に示されるフレーム構
造は、本発明で使用されたもの（図８）より更に複雑で
あるばかりでなく、処理により多くの時間を要し、公式
化および送信のためにかなり長い時間を必要とする。

【００４５】多重プロセッサ・システムにおいては、種
々の組合わせでＣＰＣを接続する１つ以上のリンクがあ
る。これは、図１０に示される接続されたＣＰＣのネッ
トワークにより示される。ＣＰＣ１０１、１０２および
１０３の各々は、図６に示した本発明の如き高性能チャ
ネルによりメッセージ・プロセッサ１０５と接続され
る。このメッセージ・プロセッサは、例えば、例えば図
３に関して述べたメモリの記憶機能を実施する電子素子
でもよいが、記憶機能はメッセージ・プロセッサの１つ
のタイプに過ぎないことが判るであろう。先に述べたよ
うに、電子素子自体は、スーパーコンピュータ等のＣＰ
Ｃまたはコプロセッサでよい。あるいはまた、メッセー
ジ・プロセッサ１０５はＬＡＮまたはＷＡＮにおけるサ
ーバでよく、ＣＰＣ１０１、１０２、１０３の少なくと
もあるものはワークステーションである。更に、当業者
には、図１０に示したネットワークが例示であることが
判るであろう。実際のデータ処理システムは、例えば、
全てＣＰＣ１０１、１０２、１０３と相互に接続された
複数のメッセージ・プロセッサ１０５（例えば、サー
バ、コプロセッサなど）を含む。

【００４６】メッセージ・プロセッサ１０５が記憶装置
である図１０に示された事例では、各ＣＰＣ１０１、１
０２、１０３がそれ自体のキャッシュ・メモリを有する
緊密に接続された多重プロセッサ（ＭＰ）・システムと
する。従来技術のＭＰシステムにおける如く、キャッシ
ュのコヒーレンスを維持するため相互質疑（ＸＩ：ｃｒ
ｏｓｓ−ｉｎｔｅｒｒｏｇａｔｅ）手順が要求される。
本発明により支援される対等通信は、この手順を実質的
に増速する。これは、メッセージ・プロセッサ１０５の
能力によりＣＰＣ１０１、１０２、１０３に対して専用
でない相互質疑要求を送ることが可能となる。従来技術
においては、相互質疑指令を取出し、次に相互質疑を実
行し、最後に動作の終了に対して応答を送ることになる
割込み要求が送られる。

【００４７】本発明による高性能チャネルは１つの高性
能リンクに同時に多数のメッセージが進行することを許
容するが、しばしば動作が取消されねばならない。先に
述べたように、本発明の望ましい実施態様は、メッセー
ジ発信元がメッセージ受取り側からの応答を待機する同
期動作を支援する。伝送媒体は損失が多く、送られたメ
ッセージが歪められることが生じ得る。この場合、情報
の受取り側は受取ったメッセージを単に無視する。リン
ク自体は破損状態となり、従ってメッセージは決して受
取られない。更に、メッセージ応答期間は、多数のメッ
セージ・レベルの交換に跨り得る。一例は、電子素子に
より交換されるキャッシュ書込み指令の実行結果として
生じる相互質疑（ＸＩ）メッセージである。

【００４８】同期的な動作が支援されるため、メッセー
ジ発信元が、メッセージ受取り側へ送られるメッセージ
に対するタイマをセットすることが必要となる。応答の
ため計時された期間内に応答が受取られなければ、メッ
セージは時間切れになったとされる。１つのメッセージ
が時間切れになると、一連の要求および応答が、時間切
れになった１つの高性能チャネル・メッセージに対して
出される。メッセージに対する要求および応答が成功す
ると、時間切れになった唯１つのメッセージが打切られ
る。動作取消し要求／応答および動作取消し完了要求／
応答がメッセージ・バッファ・ベースで生じ、時間切れ
になったメッセージ・バッファへアドレス指定される。
動作取消し要求／応答および動作取消し完了要求／応答
が成功裏に完了すると、影響を受けたメッセージ・バッ
ファにおけるメッセージのみが打切られ、高性能チャネ
ルが全てのメッセージ・バッファと共に動作を継続する
ことができる。時間切れはリンク・レベルおよびメッセ
ージ・レベルの交換に対して行われる。

【００４９】メッセージが時間切れになると、下記の手
順が用いられる。即ち、 １．動作取消し要求は時間切れになるメッセージ動作に
対して送られる。動作取消し要求を受取る高性能チャネ
ルは、応答が、時間切れとなったメッセージ要求へ送ら
れないことを保証する。これは、指定されたメッセージ
・バッファの命令を順方向に完了させるか逆方向に戻さ
せることにより行われ、あるいは他の方法が用いられ
る。高性能チャネルが要求に対する応答がないことを保
証した後、動作取消し応答が実行される。

【００５０】２．単一の動作取消し要求が出された後動
作取消し応答が返されると、この旨のメッセージが、メ
ッセージが失敗したことを示す状態（ｓｔａｔｕｓ）と
共にチャネルへ返される。動作取消し応答が動作取消し
応答時間切れ期間内に返されなければ、動作取消し要求
が再びモデル依存の閾値の回数まで送られる。この閾値
に達するならば、高性能チャネルはもはや動作せず、ア
クティブ状態のメッセージ・バッファおよび高性能チャ
ネルにおける全てのメッセージの失敗を示すメッセージ
がＣＰＣまたは電子素子へ返される。

【００５１】３．動作取消し要求が時間切れになるなら
ば、次の動作取消し要求が発行され、動作取消し応答が
返され、チャネルがメッセージ・バッファに対するメッ
セージが失敗したことを示す状態になる前に、動作取消
し完了要求／応答交換が起生しなければならない。

【００５２】４．１つの動作取消し要求が出された後動
作取消し完了応答が返されるならば、メッセージが失敗
したことを示す状態でメッセージがチャネルへ返され
る。動作取消し完了応答が動作取消し完了要求時間切れ
内に返されなければ、動作取消し完了要求は再びモデル
依存の閾値の回数まで送られる。この閾値に達するなら
ば、高性能チャネルはもはや動作せず、アクティブ状態
のメッセージ・バッファおよび高性能チャネルにおける
全てのメッセージの失敗を示すメッセージがＣＰＣまた
は電子素子へ返される。

【００５３】５．動作取消し完了要求が時間切れにな
り、以後に１つ以上の動作取消し完了要求が出され、動
作取消し完了応答が返されるならば、チャネルはメッセ
ージ・バッファに対するメッセージが失敗したことを示
す状態が提示される。

【００５４】６．時間切れ手順の失敗のため高性能チャ
ネルがもはや動作しない時、受取られた全ての要求が終
了する。高性能チャネルにおいて生成されたメッセージ
は、メッセージが失敗したことの表示を以て返される。

【００５５】高性能チャネルにおけるメッセージに対す
るこの時間切れ回復方法を用いて、同じ高性能チャネル
において同時に生じる他の動作に影響を及ぼすことなく
時間切れになる単一メッセージを回復することができ
る。高性能チャネルが多くの指令セットに応答しない時
のみ、進行中の全てのメッセージが影響を受ける。

【００５６】図１１乃至図１４において、本発明によ
る、失われたメッセージ応答に対する時間切れ手順の事
例が示される。図１１において、メッセージ発信元が時
間Ｔ0に要求を送り、同時にそのタイマを例えば１５０
μ秒にセットする。タイマの時間切れと同時に、メッセ
ージ発信元は動作取消し要求（ＯｐＣｎｃｌ Ｒｅｑ）
を送るが、この時そのタイマを例えば１５μ秒にセット
する。図１１に示される場合には、メッセージ受取り側
は１５μ秒以内に、動作取消し応答（ＯｐＣｎｃｌ Ｒ
ｓｐ）によって動作取消し要求に応答する。この応答
は、メッセージ受取り側がメッセージ・バッファに対し
て応答が返されないことを保証したことを意味する。メ
ッセージ・バッファに対するメッセージが失敗したこと
を状態（ｓｔａｔｕｓ）が表示するメッセージをチャネ
ルへ返すことによって、単一メッセージはメッセージ発
信元で終了される。

【００５７】図１２は、動作取消し応答をメッセージ受
取り側から受取る代わりに、動作取消し応答が時間切れ
になる場合を示す。これはメッセージの送信元に２度目
の動作取消し要求を送らせ、前例におけるように再びそ
のタイマを１５μ秒にセットする。図１２に示される場
合には、動作取消し要求が送られモデルに依存する閾値
の回数に応答がないために、リンク・レベルのプロトコ
ルがリンクにおける全てのメッセージの終了を開始する
（図１２に示される事例では２が閾値）。

【００５８】図１３は、動作取消し応答が２番目の１５
μ秒の間に受取られることを除いて図１２と似たシナリ
オを前提とする。しかし、受取られた動作取消し応答が
最初または２番目の動作取消し要求に応答するかどうか
は判らないため、曖昧さが生じる。その結果、メッセー
ジの発信元からの以降の要求が未済の動作取消し要求に
応答してメッセージ受取り側により取消される危険が存
在する。従って、メッセージ発信元は次に動作取消し完
了要求（ＯｐＣａｎｃｌＣｍｐ Ｒｅｑ）を送出し、再
びそのタイマを１５μ秒にセットする。この３番目の１
５μ秒の期間中、メッセージ受取り側はメッセージ発信
元に対して動作取消し完了応答（ＯｐＣｎｃｌＣｍｐ
Ｒｓｐ）を返す。この応答は、メッセージ・バッファに
対するメッセージが失敗したことを示す状態で単一メッ
セージが終了される結果となる。

【００５９】図１４は、図１３のように２つの動作取消
し要求がメッセージ発信元により送られて、２番目の要
求の時間切れ期間中に、メッセージ受取り側からの動作
取消し応答が受取られる場合の、やや複雑なシナリオを
前提とする。図示された場合には、最初の動作取消し要
求の結果として応答は受取られるが、このことをメッセ
ージ発信元で知る方法がない。従って、図１３において
は、メッセージ発信元は動作取消し完了要求を送ってタ
イマを３番目の１５μ秒の期間にセットする。しかし、
本例においては、動作取消し完了要求に対する応答を受
取ることなくタイマが時間切れとなる。この時、メッセ
ージ発信元は時間切れの故に２番目の動作取消し完了要
求を送出しつつありそのタイマを４番目の１５μ秒にセ
ットしている間に、２番目の動作取消し応答が受取られ
る。この期間中に、動作取消し完了応答が受取られる。
この応答は、図１４に示されるように、最初の動作取消
し完了応答に対応する応答であり、結果としてメッセー
ジ発信元における単一メッセージが終了される。動作取
消し完了応答は、取消し完了要求に先立ってメッセージ
受取り側が全ての動作取消し要求を完了したことを意味
し、メッセージ・バッファのメッセージに対して一切の
応答が返されない。最初の応答後に受取られた取消し完
了応答は、メッセージ・バッファが解放された後に捨て
られる。

【００６０】

【発明の効果】本発明によって高性能データ処理システ
ムのための待ち時間の少ない通信チャネルが提供され
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】中央処理複合体のための従来のＩ／Ｏシステム
を示す高レベルのブロック図である。

【図２】図１に示されたＩ／Ｏシステムのための典型的
な初期手続きプロトコルを示すフローチャートである。

【図３】本発明による高性能チャネルを示す高レベルの
ブロック図である。

【図４】図３に示された高性能チャネルにおいて実現さ
れる通信プロトコルを示すフローチャートである。

【図５】本発明の実施において使用される如きメッセー
ジ発信元とメッセージ受信側に対する高性能チャネルの
メッセージ・バッファを示すブロック図である。

【図６】対等動作のための多数のメッセージ・バッファ
を有する高性能チャネルを示すブロック図である。

【図７】本発明によるメッセージ機能とメッセージ・プ
ロセッサ間の高性能リンクを示すブロック図である。

【図８】本発明の望ましい実施態様により実現される高
性能リンク・プロトコルによるフレーム構造を示すブロ
ック図である。

【図９】従来技術のメッセージ・プロトコルにおいて典
型的に使用された従来のフレーム構造を示すブロック図
である。

【図１０】本発明による高性能チャネルによりメッセー
ジ・プロセッサと接続された中央処理複合体（ＣＰＣ）
のネットワークを示す高レベルのブロック図である。

【図１１】失われたメッセージ応答に対するタイムアウ
ト手順を示すタイミング図である。

【図１２】失われたメッセージ応答および操作打消し要
求に対する無応答に対するタイムアウト手順を示すタイ
ミング図である。

【図１３】失われたメッセージ応答および失われた最初
の操作打消し要求に対するタイムアウト手順を示すタイ
ミング図である。

【図１４】失われたメッセージ応答および操作打消し要
求の遅れた実行に対するタイムアウト手順全体を示すタ
イミング図である。

【符号の説明】

１０ リンク １１ リンク １２ 中央処理複合体（ＣＰＣ） １３ リンク １４ チャネル経路 １５ リンク １６ 付設メッセージ・バッファ １７ リンク １８ ケーブル ２０ 制御装置 ２１ チャネル ２２ バッファ ２３ チャネル ２４ ＤＡＳＤ ２６ ＤＡＳＤ ３０ Ｉ／Ｏシステム ３２ ＣＰＣ ３４ チャネル経路 ３６ バッファ ３８ 光ファイバ・ケーブル ４０ 電子素子 ４２ バッファ ４４ 電子記憶装置 ５０ リンク ５２ メッセージ発信元 ５４ 発信元バッファ ５８ 受取り側バッファ ６２ 発信元バッファ ６４ ＣＰＣ ６６ 受取り側バッファ ６８ ＣＰＣ ７２ 発信元バッファ ７４ 受取り側バッファ ７６ リンク ７７ 送信元 ７９ 受信側 ８０ 情報フレーム ８２ 制御フレーム ９０ 情報フレーム ９２ 制御フレーム １０１ 中央処理複合体０ １０２ 中央処理複合体１ １０３ 中央処理複合体２

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ポール・ジョセフ・ブラウン アメリカ合衆国12603 ニューヨーク州パ ウキープシー、カルメン・ドライブ 16 (72)発明者 ロバート・スタンレー・カポウスキー アメリカ合衆国12585 ニューヨーク州ベ アバンク、ボックス・49、ロード・ナンバ ー・２ (72)発明者 ルイス・トーマス・ファサノ アメリカ合衆国12601 ニューヨーク州パ ウキープシー、スプリング・ストリート 89 (72)発明者 トーマス・アンソニー・グレッグ アメリカ合衆国12528 ニューヨーク州ハ イランド、ベルビュー・ロード 121 (72)発明者 グレゴリー・サリヤー アメリカ合衆国12498 ニューヨーク州ウ ッドストック、サウッド・レーン ８ (72)発明者 ダグラス・ウェイン・ウェストコット アメリカ合衆国12572 ニューヨーク州ラ インベック、アッカート・フック・ロード 84

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データ処理システムの構成要素間において
   少ない待ち時間でメッセージを交換する高性能通信チャ
   ネルであって、 発信バッファを含むメッセージ発信要素と、 受信バッファを含むメッセージ受信要素と、 前記発信バッファと前記受信バッファとを接続する伝送
   経路とを具備し、 前記発信バッファおよび前記受信バッファの各々が、要
   求領域と応答領域とデータ領域として設計される３つの
   論理領域を含み、 前記メッセージ発信要素が、前記発信バッファと前記受
   信バッファの双方を管理して、前記発信バッファの要求
   領域からのメッセージ要求を前記受信バッファの要求領
   域へ転送し、前記発信バッファのデータ領域からのメッ
   セージ・データを任意選択に前記接続された受信バッフ
   ァのデータ領域へ転送し、 前記メッセージ受信要素が、前記受信バッファの応答領
   域からのメッセージ応答を前記発信バッファの応答領域
   へ転送し、前記受信バッファのデータ領域からのメッセ
   ージ・データを任意選択に前記発信バッファのデータ領
   域へ転送することにより応答する、 高性能通信チャネル。
2. 【請求項２】前記メッセージ発信要素が複数の発信バッ
   ファを含み、 前記メッセージ受信要素が複数の受信バッファを含み、 前記複数の発信バッファの各々が、前記複数の受信バッ
   ファの１つのみとバッファ対を構成し、 前記複数のバッファ対の各々が１つのメッセージ動作を
   支援し、 前記チャネルが複数の同時メッセージ動作を支援する、 請求項１記載の高性能通信チャネル。
3. 【請求項３】前記複数の発信バッファのデータ領域と応
   答領域、および前記複数の受信バッファのデータ領域と
   要求領域が物理的なバッファである、 請求項２記載の高性能通信チャネル。
4. 【請求項４】前記複数の発信バッファの要求領域が、前
   記メッセージ発信要素のメモリ内の仮想アドレスであ
   り、前記複数の受信バッファの応答領域が前記メッセー
   ジ受信要素のメモリ内の仮想アドレスである、 請求項３記載の高性能通信チャネル。
5. 【請求項５】各々が１以上のメッセージを支援する１以
   上の高性能通信チャネルにより相互に接続された複数の
   要素を含み、このうち少なくとも第１および第２の要素
   間において少ない待ち時間でメッセージを同期的に交換
   するデータ処理システムであって、 前記第１の要素に発信バッファが、前記第２の要素に専
   用受信バッファが設けられており、該発信バッファと受
   信バッファの各々が、要求領域、応答領域及びデータ領
   域として示される３つの論理領域を含み、 前記チャネル間を接続する高性能リンクの第１および第
   ２の伝送経路を設け、 前記第１の要素が、接続された発信バッファと専用受信
   バッファの双方を管理して、前記第１の伝送経路に単一
   の要求メッセージのみを転送し、該単一の要求メッセー
   ジが、前記発信バッファの要求領域から前記受信バッフ
   ァの要求領域に対するメッセージ要求と、前記発信バッ
   ファのデータ領域から前記受信バッファのデータ領域に
   対する任意選択のメッセージ・データとを含み、 前記第２の要素が、前記第２の伝送経路に単一の応答メ
   ッセージのみを転送することにより応答し、該単一の応
   答メッセージが、前記受信バッファの前記応答領域から
   前記発信バッファの前記応答領域に対するメッセージ応
   答と、前記受信バッファのデータ領域から前記発信バッ
   ファのデータ領域に対する任意選択のメッセージ・デー
   タとを含む、 データ処理システム。
6. 【請求項６】前記第２の要素が、該第２の要素における
   発信バッファおよび前記第１の要素における前記接続さ
   れた専用受信バッファの双方を制御し、 前記高性能チャネルが、前記データ処理システムの前記
   第１および第２の要素間の真の対等通信を支援する、 請求項５記載のデータ処理システム。
7. 【請求項７】前記第１の要素が、複数の発信バッファと
   複数の受信バッファとを含み、 前記第２の要素が、複数の受信バッファと複数の発信バ
   ッファとを含み、 前記複数の発信バッファの各々が前記複数の受信バッフ
   ァの１つのみとバッファ対を構成し、 前記複数のバッファ対の各々が１つのメッセージ動作を
   支援し、 前記チャネルが複数の同時メッセージ動作を支援する、 請求項６記載のデータ処理システム。
8. 【請求項８】前記要求メッセージに応答して所定の時間
   を計時するタイマ手段を前記第１の要素に設け、該第１
   の要素が、該所定の時間前記要求メッセージを送出した
   後前記第２の要素からの前記応答メッセージを待機す
   る、 請求項５記載のデータ処理システム。
9. 【請求項９】前記タイマ手段からの時間切れ信号に応答
   して、複数の動作環境における個々の動作から回復する
   手段を設ける、 請求項８記載のデータ処理システム。
10. 【請求項１０】データ処理システムの構成要素間におい
    て少ない待ち時間でメッセージを交換する１以上の高性
    能チャネルを含むデータ処理システムであって、該高性
    能チャネルの各々が多数のメッセージを支援しかつ第１
    の要素に発信バッファ、第２の要素に受信バッファを含
    み、該発信バッファおよび受信バッファの各々が、要求
    領域と応答領域とデータ領域として設計された３つの論
    理的領域を含み、前記発信バッファおよび前記受信バッ
    ファが、複数の伝送経路を有する高性能リンクの伝送経
    路対により接続され、前記第１の要素が、接続された発
    信バッファおよび受信バッファの双方を制御して、前記
    発信バッファの要求領域から前記受信バッファの要求領
    域へのメッセージ要求と、前記発信バッファのデータ領
    域から前記受信バッファのデータ領域への任意選択のメ
    ッセージ・データとからなるメッセージを転送し、前記
    第２の要素が、前記受信バッファの前記応答領域から前
    記発信バッファの前記応答領域へのメッセージ応答と、
    前記受信バッファのデータ領域から前記発信バッファの
    データ領域への任意選択のメッセージ・データとからな
    るメッセージを転送する、データ処理システムにおい
    て、複数の動作環境における個々の動作を回復する方法
    であって、 前記発信バッファからの要求を前記受信バッファへ送
    り、第１の予期される所定の応答期間にタイマをセット
    するステップと、 前記受信バッファにおける全ての要求を、受取った順序
    で処理するステップと、 前記タイマを調べ、前記第１の応答期間が満了するなら
    ば、前記発信バッファからの第１の取消し操作要求を前
    記受信バッファへ送り、前記タイマを第２の予期される
    所定の応答期間にセットするステップと、 前記タイマを調べて、前記第２の応答期間内で前記受信
    バッファから前記発信バッファにより取消し要求応答が
    受取られるならば、該要求を終了するステップとを含
    む、 動作回復方法。