JPH0797365B2 - 分散アプリケーション・プログラム実行方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明は複数のインテリジエントワークステーシヨンが
接続されたホストシステムを含むデータ処理ネツトワー
クにおけるプログラム間通信（inter−program communi
cation）に関し、さらに詳しくいえば、比較的多数の端
末によつて同時にネツトワーク上で実行される１つのア
プリケーシヨンの分散された部分間における通信に関す
る。

B.従来技術及びその課題 従来技術は様々なコンピユータネツトワークを開示して
いる。IBM System Journal第22巻第４号（1983年）はIB
MのSNA（System Network Architecture）の概観に関す
る一連の論文を掲載している。この刊行物の第345頁で
は、ネツトワークは、端末、コントローラ、プロセツサ
及びこれらを接続するリンクから成る１つの構成として
定義されている。このような構成がデータ処理及び情報
交換を含むユーザのアプリケーシヨンをサポートし、か
つ、SNAの仕様に適合するとき、それはSNAネツトワーク
と呼ばれる。SNAは１つのネツトワークにおける物理的
エンテイテイに関連する論理的エンテイテイを規定し、
これらの論理的エンテイテイの間の対話についての規則
を定める。

SNAネツトワークの論理的エンテイテイはネツトワーク
アドレス可能単位及びそれらを接続する経路制御ネツト
ワークを含む。ネツトワークアドレス可能単位は“セツ
シヨン”と呼ばれる論理的な接続を用いて互いに通信す
る。ネツトワークアドレス可能単位（以下「NAU」とも
いう）の３つのタイプは論理装置（以下「LU」ともい
う）、物理装置（以下「PU」ともいう）及びシステムサ
ービス制御点（以下「SSCP」ともいう）である。これら
は次のように定義される。

論理装置（LU）： LUはエンドユーザがこれを使つてそのSNAネツトワーク
をアクセスできる１つのポートである。エンドユーザは
１つのLUを用いて他のエンドユーザと通信し、SSCPのサ
ービスを要求する。

物理装置（PU）： PUはSSCPと協働してノードの資源を管理する１つの構成
要素である。

システムサービス制御点（SSCP）： SSCPは構成管理、問題判別及びエンドユーザのためのデ
イレクトリサービスに関する１つの焦点である。SSCPは
LU及びPUとのセツシヨンを保有することができる。その
ようなセツシヨンが生じると、そのLU又はPUはSSCPの定
義域内に存在する。LU及びPUとのセツシヨンの他に、SS
CPは異なる定義域におけるLU間のセツシヨンの開始及び
終了を調整するために互いに通信することもできる。

ハードウエアの観点からいうと、単純なネツトワークは
処理ユニツトを有するホストシステム及び個々のユーザ
に割振られた複数の遠隔の端末を含む。これらの遠隔の
端末は１以上の通信リンクを介してホストシステムに選
択的に接続できる。これらのリンクは単に同軸ケーブル
であつたり、専用の電話回線であつたり、場合によつて
は衛星通信リンクであつたりする。

ホスト処理ユニツトは多数の仮想計算機ないしはそれと
機能的に同等のものについての生成をサポートする。こ
れらの仮想計算機は要求時にエンドユーザに割振られ
る。１つの仮想計算機はホストシステムのホストプロセ
ツサのハードウエアをタイムシエアリングすることによ
つて、その割振られたエンドユーザのタスクを処理す
る。ホストシステムによつては１以上のハードウエアプ
ロセツサを含むものもあり、この場合、複数のプロセツ
サが並行して走行するので、ホストでは真の同時処理が
行われる。しかし、タイムシエアリングの技術によつて
仮想計算機のためのデータ処理タスクを“並行”して走
行する１つだけのハードウエアが存在するという方が一
般的である。これは端末におけるエンドユーザにとつて
はトランスペアレントである。

端末の２つの一般的なタイプがデータ処理ネツトワーク
において使用されている。１つは、キーボード及びデイ
スプレイ装置しか持たず、ホストシステムとの接続を要
求する以外の処理能力をほとんどまたは全く有しないよ
うな“ダム端末”と呼ばれるものである。もう１つはイ
ンテリジエントワークステーシヨン（IWS）と呼ばれる
もので、これには、自己の処理ユニツト、オペレーテイ
ングシステム及び周辺装置が設けられている。IWSとパ
ーソナルコンピユータという用語は、しばしば、交換可
能に用いられている。容易に入手できるパーソナルコン
ピユータは非常に魅力的な価格及び性能を有するので、
新しいネツトワークのほとんどにはIWSタイプの端末が
設置され、一方、古いネツトワークの多くも、ダム端末
をIWSに交換することによつて修正されつつある。

ネツトワークの各エンドユーザに自己処理能力を与える
と、従前はホストで行われていたデータ処理タスクの多
くをホストCPUから解放することができる。したがつて
ホストCPUによつて処理されるタスクの性質が変化し、
電子メールや電子カレンダの如きより高度なアプリケー
シヨンがホストシステムの制御の下でネツトワークに実
現されている。これらのアプリケーシヨンの双方は、そ
のアプリケーシヨンプログラムの一部がホストシステム
に存在し、別の部分がIWSに存在するような分散アプリ
ケーションプログラムと呼ばれる。

現行のデータ処理ネツトワークの多くは、1974年に初め
て記載されたIBM社のSNAアーキテクチヤに従つて設計さ
れている。それ以来、様々な新しい機能及びサービスが
付加されてきた。前に示唆したように、SNAネツトワー
クはデータリンクによつて相互に接続された複数のノー
ドとしてみることができる。これらの各ノードでは、経
路制御素子が資源マネジヤの間で経路情報単位（PIU）
と呼ばれる情報パケツトを送る。これらの経路の論理的
な接続はセツシヨンと呼ばれる。したがつてデータのた
めの移送ネツトワークは経路制御素子及びデータリンク
制御素子によつて定められる。

ノードは複数のリンクによつて接続することができ、複
数のLUを含む。SNAアーキテクチヤのわく組内でLUのセ
ツシヨン及びプロトコルの様々なタイプが確立されてき
た。セツシヨンには一般的な３つのクラスが存在する。
第１のクラスはSNAによつて指定されない。第２のクラ
スは端末を含み、第３のクラスはプログラム間通信（Pr
ogram to program communication）を含む。たとえば、
LU6はLU2及びLU7のようなLUタイプの制約をなくすSNAで
定義されたプログラム間通信（inter−program communi
cation）を提供する。LU6.2はAPPC（Advanced Program
to Program communication）と呼ばれている。

論理装置はメツセージポート以上のものである。LUは１
以上のローカルプログラムを含むプログラム間通信のよ
うなオペレーテイングシステムのサービスを提供する。
各アプリケーシヨンプログラムはLUをローカルオペレー
テイングシステムとみなし、セツシヨンによつて接続さ
れた柔軟結合式LUのネツトワークを分散オペレーテイン
グシステムとみなす。

LUは複数の資源をそれらのプログラムに割振る。これは
特定のハードウエア及びその構成に依存する。使用可能
となつた資源のうちの幾つかは遠隔であり他の資源はロ
ーカルである（すなわち、そのアプリケーシヨンと同じ
プログラムに関連する）。これらのセツシヨンは各LUで
ローカル資源とみなされるが、特定のLUの間で共用され
る。

１つのLUの制御機構は資源の割振りである。プログラム
はオペレータに資源へのアクセスを要求する。LU又はLU
で走行するプログラムの間でメツセージを伝達するセツ
シヨンは共有資源とみなされる。１つのセツシヨンは順
次的に実行される複数の会話に分けられる。

１つのセツシヨンで接続される２つのLUはセツシヨンを
“会話”として使用するためのアプリケーシヨンプログ
ラムに割振ることに関して共通の責任を有する。したが
つて、これらのアプリケーシヨンプログラムは、しばし
ば、“トランザクシヨンプログラム”と呼ばれる。

LUの間における成功的な接続は、まず２つのLU間のセツ
シヨンを活動化し、次にメツセージデータの交換を促進
するように機能するプロトコルの共通のセツトの結果と
して行われる。

IBM社の刊行物であるSC30-3112には、たとえばプログラ
ミング言語の宣言、ネツトワークエンテイテイ間で流通
するメツセージのフオーマツト、これらのメツセージの
生成、操作、変換、送信及び返送を行うプログラムなど
を定めることによつてSNAが記述されている。

IBM社によつて刊行されたGC30-3084と呼ばれるLU6.2に
関するSNAトランザクシヨンプログラムリフアレンスマ
ニユアルは製品を導入することによつて提供される機能
を記述する動詞（verb）を定める。

SNAタイプのネツトワークに接続されたIWSであつてこの
IWSとホストシステムとの間に分散されたアプリケーシ
ヨンプログラムを処理するためにLU6.2のプロトコルを
用いるIWSは、そのオペレーテイングシステムが端末で
並行して２以上のアプリケーシヨンを走行しない限りは
効率よく働く。しかしながら、IWSがOS/2（OS/2によつ
てIBM PS/2の如きIWSは分散された並行アプリケーシヨ
ンプログラムを走行することができる）のようなオペレ
ーテイングシステムの下で作動するときは、PS/2上の並
行動作の利点は失われてしまう。というのは、ホストで
は端末で並行して走行する個々のトランザクシヨンが直
列化されるからある。トランザクシヨンの直列化が生じ
るのは次のような理由による。すなわち、ホストはその
セツシヨンが活動中である限り、ユーザID及び特定の端
末に永続的に関連する仮想計算機を１つしか生成しない
からである。

ホストにおける直列化を避けるため、端末で走行してい
る第２のアプリケーシヨンは、その第２のアプリケーシ
ヨンのためだけに別の仮想マシンをホストで確立させる
べく、異なるユーザIDで走行しなければならない。

米国特許第5062037号に記載された発明は、データ処理
ネツトワークの１つのインテリジエントワークステーシ
ヨンで並行して走行する２以上に分散されたアプリケー
シヨンをホストシステムによつて生成される個々の仮想
計算機で実行可能としてそれらのアプリケーシヨンが直
列化されるのを防止すると共にホスト及び端末の双方で
各アプリケーシヨンが互いに並行して走行できるように
するための方法を開示している。

この方法によれば、一部がホスト側に存在しかつその協
働部分が１つのIWSエンドユーザ端末に存在するような
分散プログラムにおいて規定されたタスクを処理するた
め１つの分散プログラムに割当てられる前に走行準備完
了状態にされる複数の仮想計算機（VM）をホストシステ
ムが生成する。走行準備完了状態の仮想計算機のプール
はプールマネジヤの制御の下でホストシステムが初期設
定されるときに自動的に生成されることが好ましい。な
お、プールマネジヤは、ホストシステムに存在するプロ
グラムであつて他の主な機能として１つの分散アプリケ
ーシヨンプログラム、事前に割当てられた論理装置及び
ユーザIDを識別するエンドユーザの要求に応答してその
プールから遊休の仮想計算機を割当てる機能を有するも
のである。仮想計算機はLU6.2の１つの会話を完了する
のに必要な期間だけ割当てられる。その会話が終了する
と、その仮想計算機はおそらく異なる別のアプリケーシ
ヨンプログラム及びユーザへの後の割当てのためプール
に戻される。

この方法によれば、IWSで並行して実行される２つの分
散アプリケーシヨンプログラムを、それらの会話要求が
たとえ同じユーザIDを有する場合であつても、２つの別
個の仮想計算機においてホストで並行して走行させるこ
とができる。上述のシステムは分散アプリケーシヨンプ
ログラムの処理を改善するけれども、比較的多数のユー
ザがほとんど同じ期間で同じ分散アプリケーシヨンプロ
グラムをアクセスしたいときに生ずる問題のことは考慮
していない。

このタイプの問題の例は、ネツトワーク上の様々な端末
の間でメモ、レター及びレポート等の転送を行う機能を
有する“MAIL"と呼ばれる１つの分散アプリケーシヨン
プログラムである。そのネツトワークが数千以上のユー
ザを含む現に商用となつている幾つかのネツトワークと
同様なものであると仮定すると、おそらく、そのうちの
1000くらいは同じ場所から毎日ほとんど同じ時間で仕事
を始めるであろう。様々な異なる理由から、これらのエ
ンドユーザの各々はシステムを最後に活動化して以後、
各自の“メイルボツクス”に記憶されたメツセージを有
することができる。そのネツトワークが１つの分散アプ
リケーシヨンプログラムでこのピーク活動状態にされる
と、その応答時間は悪影響を受ける。というのは、かな
りの時間が仮想計算機の確立のためホストプロセツサに
よつて消費されるからである。仮想計算機のプールが生
成され走行準備完了状態にされると、その仮想計算機上
の幾つかのアプリケーシヨンを初期設定するのに必要な
時間が抑制される。本発明はこのような問題を解決する
ことを目的としている。

C.課題を解決するための手段 この目的を達成するため、SNAのLU6.2プトロコルに従つ
てプログラム間通信をサポートするSNAタイプのデータ
処理ネツトワークにおいて分散されたアプリケーシヨン
プログラムを実行する方法において、上記アプリケーシ
ヨンプログラムは端末で走行する第１の部分と上記デー
タ処理ネツトワークのホストプロセツサで走行する第２
の部分を含み、上記ホストプロセツサは要求に応答して
上記端末と上記ホストプロセツサとの間のLU6.2の会話
を開始せしめるものである場合に本発明の方法は、 （Ａ）下記の（１）ないし（４）の機能を有する仮想計
算機のプールマネジヤを確立するステツプと、 （１）上記ホストプロセツサにおいて上記要求を受け取
る前に走行準備完了状態にされる少なくとも２つの仮想
計算機を生成すること、 （２）上記仮想計算機が生成された後であつて最初の要
求を受け取る前に上記アプリケーシヨンプログラムのホ
ストに存在する部分を初期設定することによつて上記仮
想計算機の各々を下準備すること、 （３）上記アプリケーシヨンプログラムに関係する第１
の端末から受け取られたLU6.2の会話の要求を処理する
ため上記下準備された仮想計算機を動的に割振ることに
より、上記要求が直ちに受諾されかつ上記割振られた仮
想計算機と上記第１の端末との間の会話を開始できるよ
うにすること、 （４）上記アプリケーシヨンプログラムに関係する新し
い割振りのため上記会話が終了したときに上記割振られ
た仮想計算機をプールに戻すこと、 （Ｂ）上記プールにおける上記仮想計算機を管理するた
め上記プールマネジヤによつて使用されるプールマネジ
ヤのデータ構造を提供するステツプと、 を有することを特徴としている。

以下、本発明の作用を実施例と共に説明する。

D.実施例 はじめに本発明の実施例を概説する。本実施例の方法で
は、仮想計算機のプールマネジヤがホスト（ないしは上
位ともいう）で確立される。プールマネジヤはホストの
オペレーテイングシステムとインターフエースし、２つ
の主要な機能を有する。第１の機能は仮想計算機のプー
ルを自動的に生成することであり、このプールにおいて
はその全ての仮想計算機が走行準備完了状態にされ、ま
た一部の仮想計算機には分散アプリケーシヨンプログラ
ムを走行させるための下準備（Prime）が行われてい
る。分散アプリケーシヨンプログラムのうちホストに存
在する部分が仮想計算機上で初期設定された場合に、そ
の仮想計算機は下準備がなされたということとする。

第２の機能は指定された分散アプリケーシヨンプログラ
ムとの会話のためのLU6.2の要求リクエストを、上記分
散アプリケーシヨンプログラムのホスト部分を下準備さ
れたアイドル状態（遊休状態）の仮想計算機のうちの１
つに割当ることである。

プールマネジヤは、さらに、指定された分散アプリケー
シヨンプログラムについて予想される要求を反映する所
定のアルゴリズムに従つて下準備（Prime）のされた仮
想計算機のグループのサイズを管理する制御機能を有す
る。

プールマネジヤは、さらに、プール中の仮想計算機の目
録及び各仮想計算機の状況を保持できるよう、プール中
の各仮想計算機について複数フイールドからなるエント
リを有するデータ構造を確立する。

ホストが分散アプリケーシヨンプログラムの対応部分間
のプログラム間通信を伴うセツシヨンを開始させるため
のネツトワークの端末から要求を受け取ると、プールマ
ネジヤはセツシヨン接続の確立に通常要求される必要な
データを組み立てる。会話開始の要求に応答して確立さ
れた仮想計算機のプールから１つのアイドル状態の仮想
計算機が割当てられる。その要求がグループ中の下準備
された仮想計算機に対するアプリケーションプログラム
を識別すると、そのグループからアイドル状態の仮想計
算機がその会話要求を処理するために割当てられる。

会話が完了すると、割当てられた仮想計算機は新しい割
当てを待機すべくそのグループに戻され、下準備された
状態で保持される。プールマネジヤはグループ中のビジ
ー状態にある仮想計算機の数を監視し、確立されたしき
い値に基づいてグループ中に存する下準備された仮想計
算機の合計の数を減らしたり増やしたりする。

以下、図面を参照して本実施例を詳述する。

第１図は対話式タイプの端末又はIWS21（第２図参照）
のSNAネツトワーク20を構成する情報処理システムを示
す図である。前述の如く、このネツトワークはホストの
中央処理システム23に相互接続された複数の端末21を含
む。第１図に示すように、ホスト23は通信リンク24によ
つてホスト処理システム25に接続され、ホスト処理シス
テム25はさらに端末21の他のSNAネツトワークを接続し
ている。機能的にいうと、このシステムは各端末すなわ
ち各エンドユーザにホスト及び確立されたSNA通信プロ
トコルを用いる１以上の他の端末すなわちユーザとの通
信を可能にする。したがつて、直列的に接続された様々
な通信リンクはユーザに対してトランスペアレントであ
る。

ホストシステムはIBM システム370及びIBM VM又はMVSオ
ペレーテイングシステムの如き仮想計算機タイプのオペ
レーテイングシステムで例示しうるホスト処理ユニツト
を含む。

第１図に示すSNAネツトワークは各端末のユーザに利用
可能な“MAIL"及び“CALENDER"と呼ばれる２つの分散ア
プリケーシヨンをサポートすることに留意されたい。ア
プリケーシヨンプログラム“MAIL"によれば端末におけ
るユーザはレターの如き文書を作成しそれをそのネツト
ワーク上で指定されたノードの１以上の他のユーザに送
ることができる。送り手は一定の論理的な中央システム
のロケーシヨンでその文書をホストシステムに記憶する
ことができる。そのレターの各受信人は彼の端末でアプ
リケーシヨンプログラム“MAIL"を同様に使用すること
によつてその文書を後で検索できる機能を有する。アプ
リケーシヨン“CALENDER"は各端末のユーザに対して電
子的カレンダを保持する機能を有する。このアプリケー
シヨンによれば、たとえば、エンドユーザはミーテイン
グのスケジユールの前に他のエンドユーザのカレンダを
みて、彼らの空き時間を判断することができる。このよ
うなシステムは公知であり、現に広く普及している。そ
うした分散アプリケーシヨンの一般的な構成及び動作は
よく知られているので、これについては本発明の理解に
必要な部分だけを詳細に説明する。

そこで、以下の記載においては、ネツトワーク上の各ワ
ークステーシヨンはIBM OS/2オペレーテイングシステム
のようなマルチタスクオペレーテイングシステムを用い
るIBM PS/2パーソナルコンピユータのようなインテリジ
エントワークステーシヨンであると仮定する。さらに、
分散アプリケーシヨンのためにLU6.2タイプのセツシヨ
ン及び会話をサポートする通常のSNAサービスがそのシ
ステムによつて提供されているものと仮定する。したが
つて第１図に示した端末は“MAIL"及び“CALENDER"のよ
うな２つの分散アプリケーシヨンプログラムを並行して
処理することができる。

第２図は第１図に示した対話式データ処理端末21の１つ
の機能的な構成要素を示す図である。この端末はマイク
ロプロセツサ32、メモリ33及び制御ブロツク34を含む処
理ユニツト31を有する。マイクロプロセツサ32はたとえ
ばインテル社の80386である。制御ブロツク34はマイク
ロプロセツサ32とメモリ33との間の対話の他に入出力オ
ペレーシヨンを制御するという機能を有する。

端末は、さらに、デイスプレイ36、キーボード37、プリ
ンタ38、記憶装置39及びモデム40を含む一群の周辺装置
を有する。

処理ユニツト31は、たとえば、IBM PS/2モデル80のよう
なIBMパーソナルコンピユータから成るシステムユニツ
トに対応する。処理ユニツト31には、オペレーテイング
システムが設けられている。これはIBM PS/2モデル80を
走行させるのに普通に用いられるマルチタスクのオペレ
ーテイングシステムOS/2であつてもよい。このオペレー
テイングシステムはユーザがその走行を選択したアプリ
ケーシヨンプログラムと共にメモリ33に記憶されてい
る。このシステムが“MAIL"又は“CALENDER"のような分
散アプリケーシヨンプログラムをサポートするときは、
その分散アプリケーシヨンプログラムの一部（たとえば
部分Ａ）が端末で記憶され、他の部分Ｂがホストシステ
ムで記憶される。メモリ33の容量及びそのアプリケーシ
ヨンプログラムのサイズに基づき、必要に応じてこれら
のプログラムの部分部分をデイスク記憶装置39からメモ
リに転送することができる。デイスク記憶装置39は、た
とえば、40メガバイトのハードデイスクドライブ及びデ
イスケツトドライブを有する。デイスク記憶装置39の基
本的な機能は、システムによつて使用され必要な場合に
メモリ33へ容易に転送できるプログラム及びデータを記
憶することである。デイスケツトドライブの機能はプロ
グラム及びデータをシステムに入力するための除去可能
記憶装置機構と、他の端末又はシステムで使用するため
容易に移送できる形でデータを記憶するための伝達手段
とを提供することである。

デイスプレイ36とキーボード37とで端末の対話性を提供
する。通常のオペレーシヨンの場合、オペレータによる
特定のキーストロークによつてシステムが与える対話
は、ほとんどの場合、その時点でオペレータにデイスプ
レイされている内容に依存する。

ある場合には、オペレータはコマンドをシステムに入力
することによつて一定の機能をシステムに遂行させる。
またある場合には、システムは一般的にメニユ又はメツ
セージの画面のプロンプトタイプをデイスプレイするこ
とによつて一定のデータのエントリを要求する。オペレ
ータとシステムとの間の対話の深さはオペレーテイング
システムのタイプ及びアプリケーシヨンプログラムによ
つて変わるが、本発明が使用される端末に必要な特性で
ある。

第２図に示した端末はさらにプリンタ38を含む。これは
データのハードコピーを出力するという機能を有する。
モデム40は１以上のSNA通信リンクを介してデータを端
末からホストシステムに転送するという機能を有する。

第３図はSNAタイプのネツトワークで使用されるプログ
ラミングの種々の層を示す図である。SNAのプログラミ
ング環境は一般には図示の如く７つの層から成るものと
みなすことができる。上層はエンドユーザ層で、これは
エンドユーザのプログラムから成る。第２の層はNAUサ
ービス層と呼ばれる。これらのサービスには、たとえ
ば、プレゼンテーシヨンサービス、端末サービス及び特
定のアプリケーシヨンのためのデータのフオーマツテイ
ングが含まれる。第３の層はデータフロー制御層と呼ば
れる。これは、送信／受信モードを保持し、ハイレベル
のエラー訂正を行うという機能を有する。第４の層はデ
ータ伝送制御層と呼ばれる。これは暗号機構及びセツシ
ヨンレベルの調整のような機能を遂行する。第５の層
は、経路指定、データ単位のセグメント化及び仮想経路
指定の調整を行う経路制御層である。第６の層はデータ
リンク層である。これはリンクレベルのアドレス指定、
シーケンス化及びエラー制御を行う。最後の第７層は物
理層である。これは、たとえば、様々な信号のためのコ
ネクタのピン割当てを定めるものである。

APPCはNAUサービス、データフロー制御及び伝送制御を
定める。前掲のIBM System Journalの第306頁に説明さ
れているように、LU6.2の会話機能を規定する方法は動
詞（verb）と呼ばれるプログラム言語的なステートメン
トによるものである。セツシヨンのフローを生成する手
続き論理によつて完全に定められる動詞を伴うドキユメ
ンテーシヨンは英語の散文よりはるかに正確である。

第4B図はこれらの動詞がどのようにして会話資源のため
のトランザクシヨンプログラムの間（すなわち、その分
散アプリケーシヨンプログラムの部分Ａと部分Ｂとの
間）における対話を定めるのかを示す図である。動詞の
セツトはアプリケーシヨンプログラムインターフエース
ではなく、プロトコル境界と呼ばれる。第4A図及び第4B
図に示すように、プレゼンテーシヨンサービスは動詞を
解釈するものであり、各動詞についてのサブルーチンと
して考えることができる。LU資源マネジヤは、空きセツ
シヨン及び未処理の割振り要求の待ち行列を維持しなが
ら、会話資源の割振り及びセツシヨンへの会話の割当て
を行う。以下のLU6.2の動詞の機能は前掲のIBM System
Journalの第307頁に説明されている。

そこで説明されているLU6.2の動詞はSEND_DATA,RECEIVE
_AND_WAIT,PREPARE_TO_RECEIVE,FLUSH,REQUEST_TO_SEN
D,SEND_ERROR,CONFIRM,ALLOCATE（通信要求ともい
う。）及びDEALLOCATE（通信解除要求ともいう。）であ
る。

動詞“ALLOCATE"は指名した相手方のプログラムとの会
話を構築することによつて他のLUとの新しい活動を開始
する。指名した相手方は実行状態にされ、それを開始し
た会話へのアドレス可能性が付与される。動詞“ALLOCA
TE"は以下に示す幾つかのパラメータを有する。

1.LU_NAME 相手方のプログラムが所在するLUの名前 2.TPN 会話が要求されている相手方のプログラムのトランザク
シヨンプログラム名 3.MODE_NAME 会話を提供する移送サービスのタイプを指定する名前。
たとえば、“SECURE"、“BULK"又は“LOW_DELAY"の会話
を要求することができる。LUは適切なMODE_NAMEを有す
るセツシヨンを使つて会話を実行する。

会話のターゲツトは新たに生成されるプロセス又はタス
クである。これは所与の時間におけるそのネツトワーク
の分散処理が、各々が１つの会話によつて接続された２
以上のトランザクシヨンプログラムを含む多数の独立し
た分散トランザクシヨンから成ることを意味する。各相
手方が“DEALLOCATE"を発行できるので、１つの会話は
単一の短いメツセージから、長い又は短いメツセージの
多数回の交換まで様々である。会話は無限に続くことが
でき、LUの障害又はセツシヨンによつてのみ中止しう
る。トランザクシヨンプログラムは“DEALLOCATE"によ
つては終了せず、自己の実行が中止されるまで継続し、
変則的に終了するか、又は制御オペレータのアクシヨン
によつて中止される。

ネツトワークアプリケーシヨンプログラム及びサービス
トランザクシヨンプログラムの双方はLUによつて提供さ
れる実行サービスを使用する。サービストランザクシヨ
ンプログラムは他のトランザクシヨンプログラムと同じ
ようにしてLU上で走行する。これらは人間であるオペレ
ータと対話し、又は純粋なプログラムされたオペレータ
として走行することもできる。サービストランザクシヨ
ンプログラムの多くはそのローカルのLUだけに影響す
る。その例は、たとえば、活動中のトランザクシヨンプ
ログラムの現行のセツトをデイスプレイするコマンドで
ある。

他の制御トランザクシヨン、とりわけ、セツシヨンに関
係するものは、他のLU及び他のLUにおけるアプリケーシ
ヨンに影響を与えることができる。たとえば、会話を使
用するトランザクシヨンを早期に中止するためのローカ
ルのコマンドでその会話を変則的に終了させ、その会話
を共有するトランザクシヨンプログラムに与えるための
相手方のLUに伝送すべき状態変化を生じさせる。また
は、２つのLUによつて共有される１以上のセツシヨンを
活動化するという判断は１つのLUオペレータによつてな
すことができるが、これは他のLUに必ず伝えなければな
らない。SNAのためのAPPCはLUの制御及び調整（特に、
セツシヨンの活動化及び非活動化）のためにLUに与える
幾つかの制御オペレータ動詞を含む。１つの分散サービ
ストランザクシヨンプログラムが１つのLUで始動される
と、それは相手方のLUにおける相手方トランザクシヨン
プログラムとの会話を生成する。これらの２つのトラン
ザクシヨンプログラムが協働して所望の制御アクテイビ
イテイを遂行する。

IBM VMホストオペレーテイングシステムはそのオペレー
テイングシステムにおけるAPPCプロトコル境界サポート
のためのAPPC/VTAMサービス（AVS）と呼ばれる１つの構
成要素を含んでいる。AVSはIBM仮想記憶アクセス方式
（VTAM）に対して１以上のLU6.2の論理装置を定義す
る。VTAMはホストと様々な端末との間の通信層を管理す
るホストコンピユータの構成要素である。AVSはオペレ
ーテイングシステム内の仮想計算機とのAPPC通信のため
のブリツジとして機能する。たとえば、そのVMオペレー
テイングシステム外から発せられたAPPCの動詞“ALLOCA
TE"が受信されたときは、VTAMはその“ALLOCATE"で指定
されたLU名前に対応する活動中のLUが存在するかどうか
を判断する。AVSはそれ以前に特定のLU名前に関する全
てのトラフイツクを処理するということをVTAMに伝え
る。VTAMは、AVSが“ALLOCATE"におけるLU名前に対応す
る１つのLUを定義したとわかり、その“ALLOCATE"をAVS
に渡す。

このプロセスにおいて用いられる“ALLOCATE"で供給さ
れる付加的な情報がある。“ALLOCATE"にはユーザID及
びトランザクシヨンプログラム名（TPN）が含まれる。T
PNは呼び出すべきアプリケーシヨンプログラム、すなわ
ち分散アプリケーシヨンの部分Ｂである。AVSは“ALLOC
ATE"を受信すると同時に、１つの仮想計算機を生成し、
その仮想計算機に存するオペレーテイングシステム部分
に“ALLOCATE"で指名されたトランザクシヨンプログラ
ムを渡す。その仮想計算機におけるオペレーテイングシ
ステム部分は指名されたアプリケーシヨンを活動化し、
これが様々な初期設定ルーチンで進行する。これらのル
ーチンの後、そのアプリケーシヨンの部分Ａと部分Ｂと
の間で対話を行うことができる。

IWSは２つのアプリケーシヨンプログラムを並行して走
行できるプログラミング構造（たとえばIBM OS/2のオペ
レーテイングシステム）を備えているものと仮定するこ
とができる。

本発明によれば、第4B図に示したようなVMプールマネジ
ヤ（VMPM）と呼ばれる付加的な機能が従来のLU6.2プロ
トコル境界サービスに付加される。VMPMはプロトコル境
界サービス（IBM VMオペレーテイングシステムでは、AV
Sモジユールと呼ばれる）と同様に同じ仮想計算機内で
作動する。VMPMは活動化されると、設置によつて供給さ
れるパラメータのセツトを読取つて、第５図に示すよう
に走行準備完了状態にされる複数の仮想計算機を生成す
る。これらのパラメータにはそのプールにおいて生成す
べき仮想計算機の汎用名が含まれる。これらの汎用名又
は仮想計算機IDはそのオペレーテイングシステムの仮想
計算機のデイレクトリに対して以前に定義されている。
VMPMは各々の仮想計算機に対して１つのオートログマク
ロを発行する。オートログマクロはVMオペレーテイング
システムでは既知の機能である。指名された特定の仮想
計算機に対して発行されると、オートログマクロによつ
てその仮想計算機が生成され仕事を待つ状態に置かれる
（すなわち、１つの分散アプリケーシヨンプログラムの
ホスト常駐部分に対する割当てである）。

上述のオペレーシヨンは前掲の米国特許に記載されたも
のと同様なものである。これらのオペレーシヨンの他
に、本発明に基づく方法では所定数の仮想計算機に事前
に選択された１つの分散アプリケーシヨンプログラムの
ホスト常駐部分を下準備しておく。この下準備ステツプ
は指名された仮想計算機を選択すること、選択された仮
想計算機上で事前に選択された分散アプリケーシヨンプ
ログラムを活動化させることを含む。このプログラムが
活動化されると、AVSから渡される最初のLU6.2の“ALLO
CATE"に応答して要求された会話を受諾できる点まで、
仮想計算機上でそのプログラムは自己を初期設定する。

この下準備プロセスは所定数の仮想計算機に下準備がな
されるまで、そのプールの仮想計算機に対して繰り返さ
れる。たとえば、そのネツトワークが“MAIL"アプリケ
ーシヨン専用の（下準備された）100個の仮想計算機を
欲し、かつ、ピーク時間アクテイビテイが80個（80％）
の使用中の仮想計算機に達したと仮定すると、付加的な
５つの仮想計算機が下準備されてそのグループに加えら
れる。アクテイビテイが増加し続けるときは、下準備さ
れる仮想計算機のグループにおいて200個の仮想計算機
が存在するようになるまで、使用中の仮想計算機のパー
センテージが80％を超えるたびに付加的な下準備された
仮想計算機が付加される。負荷が減少するにつれて、も
との数である100になるまで一時に５つの下準備された
仮想計算機がプールに戻される。

プール環境を生成するためにホストシステムの初期プロ
グラムロード（IPL）が行われたときにプールマネジヤ
に供給される情報はホストで記憶される。IPLの際に、A
VSが活動化され、制御権がVMPMに転送される。情報のシ
ンタツクスはオペレーテイングシステムによつて異なる
が、一般的にいえば、以下に示すような制御ステートメ
ントの形式を有する。

1.大域情報（“GLOBAL INFORMATION"） POOLNUM＝,POOLID＝,MAXUSER＝， ・POOLNUM＝は、プールにおける仮想計算機の数であ
る。これは、これらの仮想計算機に割当てられる汎用の
USERIDの上限でもある。

・POOLID＝は、割当てられた汎用のUSERIDの接頭部であ
る。

・MAXUSER＝は、１つのUSERIDについて並行して仕事を
することのできる仮想計算機の最大数である。待ち行列
化はその数を超えたときに効果的である。

2.アプリケーシヨン指定情報（“APPLICATION SPECIFIC
INFORMATION"） TPN＝,TPNNUM＝,THRESH＝（％,inc,max,time） ・TPN＝はその仮想計算機が下準備されるときに活動化
すべきアプリケーシヨンプログラムの名前である。

・TPNNUM＝は指定されたアプリケーシヨンプログラムを
下準備されるべき仮想計算機の数である。

・THRESH＝はそのグループにおいて下準備される仮想計
算機の数を制御し現在の負荷の解析に基づいてプールマ
ネジヤに使用可能な下準備された仮想計算機の数の増減
を可能にするためのパラメータのセツトである。

・％は実際に仕事をしている現在のグループにおける下
準備された仮想計算機のパーセントである。この指数を
超えると、付加的な仮想計算機を下準備しなければなら
ない。

・incは使用中の仮想計算機の数がこのパーセント指数
を超えるものであるときに加えられる仮想計算機の増分
数である。

・maxは下準備された仮想計算機のグループにおいて許
される仮想計算機の最大数である。

・timeはパーセント指数がしきい値指数より下がつた後
にグループにおける仮想計算機の数を保持すべき時間の
長さである。パーセント指数が上述の時間の間、しきい
値数より下がつたときは、グループにおける仮想計算機
の数は上記増分値だけ減ぜられる。

各仮想計算機がオートログマクロによつて首尾よく生成
されると、VMPMは第６図に示すVMPMデータ構造における
エントリを生成する。第６図は仮想計算機及びその状態
を表わしている。リスト中の全ての仮想計算機が生成さ
れたとき、VMPMはその数の仮想計算機にアプリケーシヨ
ン指定情報を下準備するステップに移る。仮想計算機の
グループ又は複数のグループが各自のアプリケーション
プログラムを下準備された後に、制御権はAVSに戻る。
これらの仮想計算機が生成されてプールマネジヤがAVS
に制御権を戻した後、たとえば以下の動作が発生する。

端末のオペレータは自己の端末に対話的に情報を入力し
て分散アプリケーシヨンプログラム“MAIL"を呼び出
す。その結果、分散アプリケーシヨンプログラム“MAI
L"の部分Ａは以下のパラメータを有する動詞“ALLOCAT
E"を発行する。

・LU名前＝LU1 ・TPN＝MAIL ・USERID＝DICKC VTAMは“ALLOCATE"を受取ると、LU1と指名されたLUがAV
Sによつて定義されたとわかる。したがつてVTAMは制御
権をAVSに渡して、AVSはAVSのプールマネジヤ構成要素
を活動化する情報を受取つてその“ALLOCATE"情報をそ
こに渡す。VMPMはプールマネジヤのデータ構造を走査す
ることによつてアプリケーシヨン“MAIL"がそれが下準
備されたプールにおける仮想計算機のグループに関連す
るかどうかを判断する。この走査の間、プールマネジヤ
は各エントリを走査して、使用可能であつて分散アプリ
ケーシヨンプログラム“MAIL"のホスト部分を下準備さ
れたものを捜す。プールマネジヤが使用可能な仮想計算
機（たとえば、VMABC001）をみつけると、“ALLOCATIO
N"のパラメータを次のように変更する。

・LU NAME＝VMAB001 ・TPN＝MAIL ・USERID＝DICKC プールマネジヤはLU名前（LU1）をプールにおいて選択
された遊休中の下準備された仮想計算機の名前（VMAB00
1）に変更する。このプールマネジヤは選択された仮想
計算機を表わす制御ブロツクのエントリを更新して、そ
れがもはや使用可能でなくなつたことを示す。プールマ
ネジヤはその仮想計算機に割当てられた特定のタスクの
詳細を表わす情報をデータ構造のエントリに入れる。プ
ールマネジヤは変更されたLU名前を有する動詞“ALLOCA
TE"を再発行する。

VMオペレーテイングシステムはこの動詞“ALLOCATE"を
アプリケーシヨン“MAIL"が初期設定される仮想計算機V
MAB001に渡して、汎用のUSERIDをその“ALLOCATE"で指
定されたUSERID（たとえばDICKC）に変更する。この会
話はそのアプリケーシヨンの部分Ｂによつて受諾され、
動詞“DEALLOCATE"が一方の部分によつて発行されるま
で分散アプリケーシヨンプログラムの部分Ａと部分Ｂと
の間で続けられる。

上述したタイプと同様な会話がネツトワーク上の複数の
端末から並行して発生することができる。部分Ａ及び部
分Ｂが対話を完了すると、その会話を終了するためAPPC
の“DEALLOCATE"をいずれもが発行できる。動詞“DEALL
OCATE"が受け取られると、AVSはプールマネジヤを呼び
出して関係した仮想計算機を表わすエントリを変更す
る。プールマネジヤはその仮想計算機の状態を遊休状態
に変更する。これにより、その仮想計算機は他のタスク
のために再び使用可能となる。この遊休状態において
は、その仮想計算機は、なお、初期設定されたアプリケ
ーシヨンプログラム“MAIL"を持つた下準備された状態
にある。

様々な要求を満たす、使用可能な仮想計算機の数を管理
する機能はプールマネジヤによつて遂行される。既に説
明したように、“MAIL"及び“CALENDER"のような選択さ
れたアプリケーシヨンプログラムは、その特定のアプリ
ケーシヨンプログラムへのアクセスを要求しているユー
ザの数及び時間の長さの両方に対して比較的予想可能な
ピーク要求によつて決まる。

プールマネジヤは遊休中の仮想計算機が割当てられるた
びにビジーカウンタを増分し１つの仮想計算機が解放さ
れ遊休状態でプールに戻されるたびにそのビジーカウン
タを減分することによつて下準備されたアプリケーシヨ
ンを走行する使用中の仮想計算機の数についての現カウ
ント値を保持する。このカウンタが変化するたびに、前
述のしきい値パラメータが処理される。しきい値パラメ
ータによつて設定される限度を超えないことを保証する
ための全体的な成果を達成する処理アプローチは幾つか
考えられる。

100個の仮想計算機をはじめに下準備するようTPNNUM＝1
00とし、しきい値パラメータが％＝80、inc＝５、max＝
200及びtime＝10（分）に設定されたと仮定する。ビジ
ーカウンタが変化するたびに、そのカウンタの値はTPNN
UMと％との積（この例では100×0.8＝80）と比較され
る。ビジーカウンタが初期的なしきい値80を超えると、
プールマネジヤは５つの付加的な仮想計算機を生成して
下準備する。その結果、下準備された仮想計算機の全体
的な数は105となる。ビジーカウンタが現に計算された
しきい値（たとえば84＝105×0.8）を超えると、さらに
５つの下準備された仮想計算機が生成され、110個の下
準備された仮想計算機から成るプールができあがる。任
意の時間で仮想計算機の数の増分ステツプ（１回につき
５つ）によつて生成された実際の仮想計算機の数が最大
数である200を潜在的に超えるときは、200の最大限界に
達するのに必要な数だけの仮想計算機が生成されること
になる。プールへの仮想計算機の１回分の追加又は削除
に応答して新たなしきい値が計算されるときは、プール
の現在のサイズが存在した時間が判断できるよう、１つ
のタイマがゼロにセツトされる。仮想計算機の会話が終
結してプールに戻されたことに応答してビジーカウンタ
が減分された結果、そのカウンタの値が現在のしきい値
より小さくなつたときは、上記タイマの値が検査され
る。現に計算されたしきい値が10分間（これはパラメー
タ“time"の初期値である）変更されなかつたときは、
５つの下準備された仮想計算機がプールから取り除かれ
る（ただし、この除去により、プールのサイズが初期
値、たとえば100、を下回らないことを条件とする）。

本発明によれば１つの“ALLOCATE"及び１つの“DEALLOC
ATE"で定められる単一の会話がプールマネジヤの制御の
下で下準備された仮想計算機のプールから割当てられた
１つの詰め込み仮想計算機によつて処理されることがわ
かるであろう。次の会話は、２つの分散アプリケーシヨ
ンプログラムが前掲の米国特許に記載された方法に基づ
いて単一のユーザIDを有する単一の端末から並行して走
行している場合でも確実にそのプールの異なる仮想計算
機に割当てられる。これにより、同じユーザIDを有する
同じ端末から発せられる２つの分散アプリケーシヨンプ
ログラムがホストシステムの１つの仮想計算機内で直列
化されるような従来の方法に存する問題が解消され、し
かも、両方の会話はもつと効率的に処理される。という
のは、これらはそのアプリケーシヨンプログラムのホス
ト常駐部分が既に下準備された（初期設定された）仮想
計算機に割当てられるからである。

第７図はホストシステムがはじめに初期プログラムロー
ドされたときに仮想計算機を生成することに関連するス
テツプ及びそれが生成された後に１つの仮想計算機に下
準備を行うことに関連するステツプを示す図である。

第8A図及び第8B図は分散アプリケーシヨンプログラムに
ついての新しい手法に基づく、端末とホストとの間のプ
ログラム間通信プロセスに関連するステツプを示す図で
ある。

第９図は１日のうちの一定期間中における実際の要求比
又は予想される要求比に対して生成される仮想計算機の
数を制御するプールマネジメントプロセスを示す図であ
る。

これらの図の内容についてはこれまでの説明と重複する
ので説明を省略する。

なお、本発明の概念は以上の実施例に限定されるもので
はない。

たとえば、ホストオペレーテイングシステムがIBMのVM
オペレーテイングシステムである好適な実施例について
説明した。LU6.2タイプのプロトコルがIBMのVMオペレー
テイングシステムとインターフエースするやり方、仮想
計算機が生成され初期設定されるやり方はVMオペレーテ
イングシステムと共に説明したものとは変わるであろ
う。しかしながら、異なるオペレーテイングシステムに
おいて本発明を実現することは比較的簡単である。とい
うのは、プールマネジヤの機能はそのオペレーテイング
システム及びLU6.2プロトコルで意義されるAPPCの標準
的なプロセスは実質的にはトランスペアレントだからで
ある。したがつてそのような変更は本発明の範囲内のも
のである。

E.発明の効果 以上説明したように本発明によれば、仮想計算機に予め
一定の情報を下準備することによつてデータ処理ネツト
ワークにおいて分散アプリケーシヨンプログラムを実行
する方法を改善することができる。

【図面の簡単な説明】

第1A図及び第1B図は本発明に従つて分散アプリケーシヨ
ンを実行する際にプールマネジヤに関連するステツプを
示す流れ図、第２図は第８図のIWSの１つを示す図、第
３図は第８図のSNAネツトワークに含まれるプログラム
の種々の層を示す図、第4A図及び第4B図は分散アプリケ
ーシヨンプログラムの各部分間の関係を示す図、第５図
は本発明に従つて生成され詰め込みのされた仮想計算機
のグループ及び走行準備完了した仮想計算機のプールを
示す図、第６図は第５図の仮想計算機のプールを管理す
る際にプールマネジヤによつて使用される仮想計算機の
プールのデータ構造の詳細を示す図、第７図は第５図の
仮想計算機のプールの生成に関連するステツプを示す流
れ図、第８図はデータ処理ネツトワークを示す図、第９
図はアプリケーシヨンプログラムに関係するトラフイツ
クに基づいて仮想計算機グループのサイズを管理するた
めのステツプを示す流れ図である。

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】論理ユニット（LU）間の論理接続であるセ
   ッションを用いてメッセージを交換することにより行わ
   れるプログラム間通信を支援し、それぞれが１又は複数
   の論理ユニットを含む、ホスト・プロセッサ及び端末
   と、それらを相互接続するデータ・リンクを含むデータ
   処理ネットワークにおいて、分散アプリケーション・プ
   ログラムを実行する方法であって、 前記分散アプリケーション・プログラムは、１の前記端
   末において実行される第１の部分と、前記ホスト・プロ
   セッサにおいて実行される第２の部分とを有し、前記分
   散アプリケーション・プログラムの前記第１の部分又は
   第２の部分からのリクエストに応答して前記第１の部分
   と前記第２の部分間のプログラム間通信を開始し、 Ａ）（１）前記リクエストに先立ち、前記ホスト・プロ
   セッサで、実行準備完了状態にされた少なくとも２つの
   仮想計算機のプールを生成し、（２）前記仮想計算機が
   生成された後であって前記リクエストを受信する前に、
   前記分散アプリケーション・プログラムの前記第２の部
   分を初期設定することにより、前記仮想計算機を下準備
   し、（３）前記分散アプリケーション・プログラムによ
   る、前記１の端末から受信したリクエストを処理するた
   め、１の前記リクエストを１の前記仮想計算機に割り当
   てるように、下準備された前記仮想計算機を動的に割り
   当て、前記リクエストが直ちに受け取られ、割り当てら
   れた前記仮想計算機と前記１のターミナル間の会話が開
   始されるようにし、（４）前記会話が終了して新たな割
   り当てが可能になった時に、前記割り当てられた仮想計
   算機を前記プールに返却する機能を有する仮想計算機プ
   ール・マネージャを確立するステップと、 Ｂ）前記プール・マネージャが前記プール内の仮想計算
   機を管理するのに用いるため、プール・マネージャ・デ
   ータ構造を用意するステップと を含む分散アプリケーション・プログラム実行方法。
2. 【請求項２】前記ホスト・プロセッサは、所定の固有の
   識別子を伴う仮想計算機を前記ホスト・プロセッサが初
   期化された時に自動的に生成するプログラミング・モジ
   ュールを含む仮想計算機型のオペレーティング・システ
   ムを有し、 Ｃ）前記データ構造内に、前記プール・マネージャによ
   り生成される各前記仮想計算機に対する１の前記固有の
   識別子を格納するステップと、 Ｄ）前記ホスト・プロセッサが初期設定された時、前記
   プログラミング・モジュールを用いて前記各仮想計算機
   を自動的に生成する生成ステップと をさらに含む請求項１記載の分散アプリケーション・プ
   ログラム実行方法。
3. 【請求項３】前記ステップＢが、 前記仮想計算機に割り当てられる前記固有の識別子を格
   納する名前フィールドを用意するステップと、前記仮想
   計算機の状態を示す状態フィールドを用意するステップ
   とを含み、前記各仮想計算機に対するマルチ・フィール
   ドのエントリを前記データ構造に用意するステップをさ
   らに含み、 前記生成ステップの間に、アイドル状態を示すように前
   記状態フィールドをセットするステップ を含む請求項２記載の分散アプリケーション・プログラ
   ム実行方法。
4. 【請求項４】Ｅ）前記仮想計算機が生成された後であっ
   て前記リクエストを受信する前に、前記アプリケーショ
   ン・プログラムの第２の部分を初期設定することによ
   り、前記各仮想計算機を下準備するステップをさらに含
   む請求項３記載の分散アプリケーション・プログラム実
   行方法。
5. 【請求項５】Ｆ）ユーザIDと前記第１の分散アプリケー
   ション・プログラムの識別子と前記リクエストを処理す
   る前記論理ユニットの識別子とを含む、前記端末からの
   第１のリクエストを、前記ホスト・プロセッサに発行す
   るステップと、 Ｇ）前記論理ユニットの識別子を参照することにより、
   前記第１のリクエストが前記仮想計算機プール・マネー
   ジャにより管理されるべきものかを前記ホスト・プロセ
   ッサで判断するステップと をさらに含む請求項４記載の分散アプリケーション・プ
   ログラム実行方法。
6. 【請求項６】Ｈ）前記第１のリクエストを処理するため
   に、下準備のなされた前記仮想計算機の１つを割り当て
   るステップであって、 （１）前記データ構造を検査して、アイドル状態の下準
   備のなされた仮想計算機の名前を認識するステップと （２）前記論理ユニットの名前を認識された前記アイド
   ル状態の下準備のなされた仮想計算機の名前で置換する
   ステップを含み、前記第１のリクエストを修正するステ
   ップと （３）前記データ構造を更新して前記割り当てられた仮
   想計算機がビジー状態であることを示すようにするステ
   ップと を含む、請求項５記載の分散アプリケーション・プログ
   ラム実行方法。
7. 【請求項７】前記ステップＨが、 修正された前記リクエスト内に示された前記仮想計算機
   に前記修正されたリクエストを再発行するステップと、 前記割り当てられた仮想計算機の名前を修正される前の
   前記第１のリクエストで指定されたユーザIDに変更する
   ステップと をさらに含む請求項６記載の分散アプリケーション・プ
   ログラム実行方法。
8. 【請求項８】Ｉ）１の前記割り当てられた仮想計算機上
   で、１の前記分散アプリケーション・プログラムの１の
   前記プログラム間通信のみを実行するステップと、 Ｊ）他のプログラム間通信を実行する後の割り当てのた
   めに、前記１の割り当てられた仮想計算機を前記プール
   に返却するステップと をさらに含む請求項７記載の分散アプリケーション・プ
   ログラム実行方法。
9. 【請求項９】Ｋ）前記データ構造の前記エントリを更新
   し、前記１の返却された仮想計算機が他のプログラム間
   通信を処理するために使用可能であることを反映させる
   ステップをさらに含む請求項８記載の分散アプリケーシ
   ョン・プログラム実行方法。
10. 【請求項１０】前記ステップＦが、 論理ユニットの名前とトランザクション・プログラムの
    名前と前記リクエストを発行したエンティティのユーザ
    IDを含む通信要求を発行するステップ を含む請求項９記載の分散アプリケーション・プログラ
    ム実行方法。
11. 【請求項１１】前記ステップＩが、 前記１のプログラム間通信が終了されるように、前記分
    散アプリケーション・プログラムの前記第１の部分又は
    前記第２の部分で、通信解除要求を発行するステップを
    さらに含む請求項10記載の分散アプリケーション・プロ
    グラム実行方法。
12. 【請求項１２】論理ユニット（LU）間の論理接続である
    セッションを用いてメッセージを交換することにより行
    われるプログラム間通信を支援し、それぞれが１又は複
    数の論理ユニットを含む、ホスト・プロセッサ及び端末
    と、それらを相互接続するデータ・リンクを含むデータ
    処理ネットワークにおいて、分散アプリケーション・プ
    ログラムを実行する方法であって、 前記分散アプリケーション・プログラムは、１の前記端
    末において実行される第１の部分と、前記ホスト・プロ
    セッサにおいて実行される第２の部分とを有し、前記分
    散アプリケーション・プログラムの前記第１の部分又は
    第２の部分からのリクエストに応答して前記第１の部分
    と前記第２の部分間のプログラム間通信を開始し、 Ａ）前記ホスト・プロセッサのオペレーティング・シス
    テムとのインターフェースを行う仮想計算機プール・マ
    ネージャを確立するステップと、 Ｂ）前記リクエストに先立ち、前記ホスト・プロセッサ
    で、実行準備完了状態にされた少なくとも２つの仮想計
    算機のプールを生成するステップと、 Ｃ）前記仮想計算機が生成された後であって前記リクエ
    ストを受信する前に、前記分散アプリケーション・プロ
    グラムの前記第２の部分を初期設定することにより、前
    記仮想計算機を下準備するステップと、 Ｄ）前記分散アプリケーション・プログラムによる、前
    記１の端末から受信したリクエストを処理するために、
    １の前記リクエストを１の前記仮想計算機に割り当てる
    ように、下準備された前記仮想計算機を動的に割り当
    て、前記リクエストが直ちに受け取られ、割り当てられ
    た前記仮想計算機と前記１の端末間のプログラム間通信
    が開始されるようにするステップと、 Ｅ）前記プログラム間通信が終了して新たな割り当てが
    可能になった時に、前記分散アプリケーション・プログ
    ラムに関連する前記割り当てられた仮想計算機を前記プ
    ールに返却するステップと、 Ｆ）前記プール・マネージャが前記プール内の仮想計算
    機を管理するのに用いるため、プール・マネージャ・デ
    ータ構造を用意するステップと を含む分散アプリケーション・プログラム実行方法。
13. 【請求項１３】前記ステップＡが、 前記プール内の仮想計算機が数学的アルゴリズムに従っ
    て前記分散アプリケーション・プログラムの第２部分に
    対して下準備されるように、前記プール・マネージャに
    より実施される制御ストラテジーを指定する指定ステッ
    プをさらに含む請求項12記載の分散アプリケーション・
    プログラム実行方法。
14. 【請求項１４】前記指定ステップが、 前記仮想計算機が特定の時間においてビジー状態である
    割合により、前記仮想計算機を下準備するよう前記数学
    的アルゴリズムを指定するステップをさらに含む請求項
    13記載の分散アプリケーション・プログラム実行方法。