JPH09258908A - 計算機システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 メインフレームと、オープンシステムとの間
で、データの共用を可能とする。 【解決手段】 ディスク制御装置８０は、SCSIインタフ
ェース６１でUNIXオペレーティングシステム４０が制御
するCPU１０と接続し、チャネルインタフェース７１
で、VOS3オペレーティングシステム５０が制御するCPU
１１と接続する。CPU１０には、CKDレコードアクセスラ
イブラリ３５と、VSAMアクセスライブラリ３０があっ
て、CPU１１がディスク制御装置８０にCKD形式で格納し
たVSAMレコードを、FBA形式でアクセスし、かつVSAMの
制御情報を元にして、VSAMレコードとしてCPU１０のア
プリケーションプログラム２０にアクセスできる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、計算機システムに
関し、さらに詳しくは、カウントキーデータ形式に従う
インタフェースと、固定長ブロック形式に従うインタフ
ェースの両方を有する記憶装置の使用法に関する。

【０００２】

【従来の技術】異なるオペレーティングシステムの間の
ファイル共用あるいはファイル変換については、従来の
技術で公知のものがある。例えば、日本サンマイクロシ
ステムズ株式会社発行の、JLEリファレンスマニュアル
３の、装置とネットワークインタフェースのPCFS(4S)に
は、UNIXオペレーティングシステムから、ＭＳ−ＤＯＳ
オペレーティングシステムのファイルをアクセスする機
能が記載されている。（JLEは、日本サン・マイクロシ
ステムズ株式会社の商標です。UNIXは、米国X/Open Com
pany Ltd. の米国及びその他の国における登録商標で
す。MS-DOSは、米国Microsoft corporation の米国及び
その他の国における登録商標です。）

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】近年、パソコンやワー
クステーションなどのいわゆるオープンシステムを使用
して、従来メインフレームで行なわれてきた業務を行な
う、いわゆるダウンサイジングが盛んに行なわれてい
る。

【０００４】メインフレームは伝統的にディスクアクセ
スをカウントキーデータ形式に従って行なってきたのに
比べて、オープンシステムはディスクアクセスを固定長
ブロック形式に従って行なう。このために、一般的には
メインフレームで使用しているディスクは、オープンシ
ステムでは使用できないという問題がある。メインフレ
ームで使用しているディスクには、すでに大量の業務上
の情報が蓄積されているために、ダウンサイジングを行
なっても、オープンシステムからこのディスクをアクセ
スしたいという顧客の要求は大きい。この要求に答える
ための技術として、分散データベースや、ファイル転送
があるが、ネットワーク負荷が高くなるとか、既存の業
務プログラムの変更が必要になるなどの欠点がある。

【０００５】本発明は、ディスクにカウントキーデータ
形式に従うインタフェースと、固定長ブロック形式に従
うインタフェースの両方を持たせて、オープンシステム
からこのディスクをアクセスし、メインフレームから格
納した業務上の情報を利用することを可能とするもので
ある。

【０００６】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
ースと、固定長ブロック形式に従うインタフェースの両
方を有する記憶装置の使用法、特に２つのインタフェー
スの間でデータを共用する機能については、従来の技術
で公知のものはない。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明は、カウントキー
データ形式に従うインタフェースと、固定長ブロック形
式に従うインタフェースの両方を有する記憶装置を含む
計算機システムにおいて、シリンダー番号、ヘッド番号
そしてレコード番号で指定されるカウントキーデータ形
式のレコードアドレスと、ＬＢＡ（Logical Block Addr
ess）で指定される固定長ブロック形式のアドレスとを
互いに変換する手段と、カウントキーデータ形式で記憶
装置に格納されているレコードを固定長ブロック形式に
従うインタフェースでアクセスさせる手段と、前記レコ
ードから、ユーザデータだけを取り出す手段と、前記レ
コードのユーザデータを、あらかじめ定められた形式に
したがって解釈し、利用する手段とを有する計算機シス
テムを提供する。

【０００８】さらに、本発明は、カウントキーデータ形
式に従うインタフェースでデータをアクセスし、当該デ
ータを管理する手段と、固定長ブロック形式に従うイン
タフェースでデータをアクセスし、当該データを管理す
る手段と、前記どちらかの手段があるデータを使用して
いる場合、もう片方の手段にとっても当該データが使用
中であるともう片方の手段をして知らしめる手段を有す
る計算機システムを提供する。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下、図に示す発明の実施の形態
によりこの発明をさらに詳しく説明する。

【００１０】ー第１の発明の実施の形態ー 図１は、本発明の第１の発明の実施の形態の計算機シス
テムの要部構成図である。

【００１１】ＣＰＵ１０は、ＳＣＳＩ（Small Computer
System Interface）インタフェース６０を有する。Ｃ
ＰＵ１１は、チャネルインタフェース７０を有する。デ
ィスク制御装置８０は、ＳＣＳＩインタフェース６１で
ＣＰＵ１０と接続し、チャネルインタフェース７１でＣ
ＰＵ１１と接続する。SCSIバス６５は、ＳＣＳＩインタ
フェース６０と６１をむすぶ。チャネルケーブル７５
は、チャネルインタフェース７０と７１をむすぶ。

【００１２】ＳＣＳＩインタフェース６０ないし６１
を、任意の固定長ブロック形式に従うインタフェースと
する構成も可能である。チャネルインタフェース７０な
いし７１を、任意のカウントキーデータ形式に従うイン
タフェースとする構成も可能である。

【００１３】以下、カウントキーデータ形式をCKD形式
と呼び、固定長ブロック形式をFBA(Fixed Block Archit
ecture)形式と呼ぶ。CKD形式のレコードを、CKDレコー
ドと呼ぶ。

【００１４】ＣＰＵ１０は、ＵＮＩＸオペレーティング
システム４０によって制御される。ＣＰＵ１１は、日立
製作所のＶＯＳ３(Virtual-storage Operating System
3)オペレーティングシステム５０によって制御される。
ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０を、ＳＣＳＩイ
ンタフェースをサポートする任意のオペレーティングシ
ステムとした構成も可能である。ＶＯＳ３オペレーティ
ングシステム５０を、チャネルインタフェースをサポー
トする任意のオペレーティングシステムとした構成も可
能である。

【００１５】ＣＰＵ１０とＣＰＵ１１では、アプリケー
ションプログラム２０と２１がそれぞれ動作する。アプ
リケーションプログラム２０と２１は、プログラミング
言語ＣＯＢＯＬで記述され、ディスク制御装置８０にあ
る、ＶＳＡＭ ＥＳＤＳ（Virtual Storage Access Met
hod Entry-Sequenced Data Set）をアクセスする。ＶＳ
ＡＭ ＥＳＤＳを、CKD形式で格納されたデータをアク
セスする、任意のアクセス法の任意のデータセットある
いは任意のファイルとする構成も可能である。

【００１６】ＶＯＳ３オペレーティングシステム５０
は、VSAM５５を含む。VSAM５５は、ディスク制御装置８
０に格納されたデータを、ＶＳＡＭデータセットのレコ
ードとして、アプリケーションプログラム２１からアク
セス可能とする。

【００１７】図２は、ＵＮＩＸオペレーティングシステ
ム４０の要部構成図である。ＵＮＩＸオペレーティング
システム４０は、ファイル管理機能１５０およびSCSIデ
バイスドライバ１５５を含む。メモリ管理機能やプロセ
ス管理機能など、本発明の実施の形態に関連のうすいも
のは省略してある。SCSIデバイスドライバ１５５は、SC
SIインタフェース６０を制御し、ディスク制御装置８０
および１８０をアクセスする。ディスク制御装置８０お
よび１８０は、SCSIバス６５によりSCSIインタフェース
６０に接続する。ディスク制御装置８０は、VSAMデータ
セットを、ディスク制御装置１８０はFFS(Berkeley Fas
t File System)のファイルを格納する。FFSは、ＵＮＩ
Ｘオペレーティングシステム４０のファイル管理機能１
５０によって標準的にサポートされるファイルシステム
の形式である。一方、ＵＮＩＸオペレーティングシステ
ム４０のファイル管理機能１５０は、ＶＳＡＭデータセ
ットのアクセスをサポートしていないものとする。

【００１８】ls コマンド１６０は、指定したディレク
トリに存在するファイルの一覧を表示するコマンドであ
る。ディスク制御装置１８０に含まれるFFSのあるディ
レクトリを指定して発行された、ls コマンド１６０の
ディスクアクセス要求は、ファイル管理機能１５０およ
びSCSIデバイスドライバ１５５によって処理されて、デ
ィスク制御装置１８０をアクセスする。

【００１９】一方、CKDレコードアクセスライブラリ３
５のディスクアクセス要求は、ファイル管理機能１５０
を経由せずに、SCSIデバイスドライバ１５５だけによっ
て処理され、ディスク制御装置８０をアクセスする。こ
の場合、ディスク制御装置８０に格納される各VSAMデー
タセットの属性情報や、物理的な格納位置情報等は、Ｕ
ＮＩＸオペレーティングシステム４０からCKDレコード
アクセスライブラリ３５へは提供されない。CKDレコー
ドアクセスライブラリ３５には、ディスク制御装置８０
全体が１つのファイルに見えるだけである。このような
アクセス方法を、ローIOと呼ぶ。

【００２０】ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０
は、ファイル名により、前記２つのディスクアクセス要
求を区別する。アクセスするファイル名として、キャラ
クタ特殊ファイル名を指定すると、ローIOによるアクセ
スがされ、それ以外の通常ファイル名を指定すると、フ
ァイル管理機能１５０を経由するアクセスとなる。キャ
ラクタ特殊ファイル名の例として、/dev/rsd1c があ
る。

【００２１】図１に戻って、ＣＰＵ１０には、ＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０と、CKDレコードアクセスライ
ブラリ３５がある。CKDレコードアクセスライブラリ３
５は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０が発行する、CK
Dレコードアクセス要求を、FBA形式のアクセス要求に変
換して、ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０に与
え、その結果をCKD形式に変換してＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０に返す。ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
は、ディスク制御装置８０に格納された、ＶＳＡＭを制
御するためのデータ構造を参照して、ディスク制御装置
８０に格納されたデータを、ＶＳＡＭデータセットのレ
コードとして、アプリケーションプログラム２０からア
クセス可能とする。

【００２２】なお、ＵＮＩＸオペレーティングシステム
４０のファイル管理機能１５０が、ＶＳＡＭデータセッ
トのアクセスをサポートする構成も可能である。この場
合、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０およびCKDレコー
ドアクセスライブラリ３５はＵＮＩＸオペレーティング
システムの一部分として実装される。

【００２３】ディスク制御装置８０は、バッファ９０と
ディスク装置１００を有する。ディスク装置１００に
は、CKDレコード１１０が格納されている。ディスク制
御装置８０は、チャネルインタフェース７１を経由し
て、CKD形式にしたがった、シリンダー番号、ヘッド番
号、そしてレコード番号を指定したレコードのアクセス
を提供する。以下、シリンダー番号、ヘッド番号、そし
てレコード番号で表されるレコードアドレスを、CCHHR
と呼ぶ。シリンダー番号、ヘッド番号で表されるトラッ
クアドレスを、CCHHと呼ぶ。

【００２４】さらに、ディスク制御装置８０は、SCSIイ
ンタフェース６１を経由して、FBA形式に従ったアクセ
スも提供する。この場合、ブロック長を５１２バイトと
し、シリンダー０、ヘッド０、そしてレコード１を第０
のＬＢＡ（Logical Block Address）をもつものとす
る。ディスク制御装置８０に格納されるCKDレコード
の、FBA形式に従ったアドレス付けや、アクセスの仕方
については後述する。

【００２５】ディスク装置１００に格納されたデータ
は、当該データが格納されているシリンダー番号、ヘッ
ド番号、そしてトラック先頭からのバイト位置によって
識別される。データのディスク装置１００でのシリンダ
ー番号、ヘッド番号は、当該データが、CPU１１からチ
ャネルインタフェース７１を経由してアクセスされると
きに指定されるシリンダー番号、ヘッド番号と同じであ
るとする。これが異なる構成も可能である。ディスク装
置１００に格納されたデータが、LBAで識別される構成
も可能である。その場合、CPU１１からチャネルインタ
フェース７１を経由してアクセスされるときに指定され
るシリンダー番号、ヘッド番号そしてレコード番号と、
LBAを互いに変換する手段が必要になる。この構成は、
第２の発明の実施の形態として後述する。

【００２６】ディスク装置１００が複数ある構成も可能
である。ディスク装置１００は、１つのトラックあたり
最大６４キロバイトのデータを格納することができるも
のとし、以下これをトラック容量と呼ぶ。バッファ９０
は、トラック容量だけの大きさを持つ。トラック容量
に、ヘッド数をかけたものを、シリンダー容量と呼ぶ。

【００２７】図３は、アプリケーションプログラム２０
の処理のフローチャートである。アプリケーションプロ
グラム２０は、COBOLで記述され、ディスク制御装置８
０に格納される、VSAM ESDSを１つオープンして、デー
タセットの最初のレコードを１つ読み、それをコンソー
ルに表示し、データセットをクローズして終わるという
ものである。

【００２８】ステップ１１００で、データセットのオー
プンを行う。COBOLでの記述形式は、OPEN INPUT データ
セット名であり、指定したデータセットを読み込み専用
でオープンすることを示す。これによりＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０が呼ばれる。そこで行なわれる処理
を、図４に示す。これについては後述する。

【００２９】ステップ１１１０で、VSAMレコードの読み
込みを行う。COBOLでの記述形式は、READ データセット
名 RECORD INTO 一意名であり、指定したデータセット
からVSAMレコードを１つ読んで、一意名で示されるアプ
リケーションプログラム２０の変数にいれることを示
す。これによりＶＳＡＭアクセスライブラリ３０が呼ば
れる。そこで行なわれる処理を、図５に示す。これにつ
いては後述する。

【００３０】ステップ１１２０で、前記ステップ１１１
０で読み込んだVSAMレコードを、コンソールに表示す
る。

【００３１】ステップ１１３０で、データセットのクロ
ーズを行なう。これによりＶＳＡＭアクセスライブラリ
３０が呼ばれる。そこで行なわれる処理を、図６に示
す。これについては後述する。以上でアプリケーション
プログラム２０の処理を終わる。

【００３２】図４は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのオープン処理１１００のフローチ
ャートである。ステップ５００で、UNIXオペレーティン
グシステム４０の、ローIO機能をオープンする。正確に
言うと、ディスク制御装置８０に対応したキャラクタ特
殊ファイルをオープンする。本発明の実施の形態では、
すべてのVSAM ESDSは、ディスク制御装置８０に存在す
るものとする。CPU１０に複数のディスク装置が接続さ
れる構成も可能である。その場合は、指定されたデータ
セット名から、それがどのディスク装置に存在するかを
判断する手段が必要である。

【００３３】ステップ５１０で、ＶＳＡＭアクセスライ
ブラリ３０は、CKDレコードアクセスライブラリ３５の
機能を使用して、ディスク制御装置８０から、標準ボリ
ュームラベルを読み込む。

【００３４】標準ボリュームラベルは、ディスク装置の
特定の場所に書かれており、VTOC(Volume Table of Con
tent)のアドレスを有する。標準ボリュームラベルの読
み込みは、前記特定のCCHHRを指定して、図７に示すCKD
レコード読み込み処理を呼ぶことで行う。CKDレコード
読み込み処理については後述する。ＶＯＳ３オペレーテ
ィングシステム５０は、ディスク装置ごとに１つVTOCを
作成する。VTOCは、そのディスク装置に含まれるすべて
のデータセットの管理情報を有する。

【００３５】ステップ５１０で、標準ボリュームラベル
のデータ部から、VTOCのCCHHRを得る。VTOCは、キー部
４４バイト、データ部９６バイトのレコードの集まりで
ある。各レコードを、DSCB(Dataset Control Block)と
呼ぶ。DSCBには、いろいろな形式がある。 形式１DSCB
は、キー部がデータセット名で、データ部はそのデータ
セットの属性や、割り当てられている物理的な格納位置
の情報を有する。データセットが割り当てられている物
理的な格納領域を、エクステントと呼ぶ。エクステント
は、それが占めるシリンダー番号、トラック番号で識別
される。

【００３６】ステップ５２０で、VTOCの最初のレコード
をCKDレコードアクセスライブラリ３５の機能を使用し
て、１つ読む。

【００３７】ステップ５３０で、これが形式１DSCBであ
り、かつキー部は指定されたデータセット名に等しいか
調べる。条件が成り立てば、ステップ５５０に進む。そ
うでなければ、ステップ５４０に進む。

【００３８】ステップ５５０では、これが目的とするデ
ータセットの形式１DSCBであるので、これをＶＳＡＭア
クセスライブラリ３０のローカルな変数にコピーして、
コール元に戻る。これで、VSAM ESDSのオープン処理が
終わる。

【００３９】ステップ５４０では、レコードアドレスを
進め、次のDSCBを読む準備をして、ステップ５２０に戻
る。

【００４０】図６は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのリード処理１１１０のフローチャ
ートである。

【００４１】VSAM ESDS に含まれるすべてのVSAMレコー
ドは、それらが作成された順で順序づけされている。Ｖ
ＳＡＭアクセスライブラリ３０は現在処理対象となるVS
AMレコード位置を常に記憶しており、以下、それをカレ
ントレコードと呼ぶ。カレントレコードは、データセッ
トがオープンされたときに、最初のVSAMレコードとされ
る。リードされると、カレントレコードは次のVSAMレコ
ードとなる。

【００４２】VSAMでは、ディスク装置との転送の単位
を、CI(Control Interval)と呼んでいる。CIは、VSAMレ
コードを含むほか、CI内の未使用スペースの管理情報な
どを有する。ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０は、VSAM
レコードを、それが含まれるCIのRBA(Relative Byte Ad
dress)と、CIの中でのVSAMレコードの通番で識別する。

【００４３】ステップ６００で、目的RBAを、カレント
レコードを含むCIのRBAとする。ステップ６１０で、目
的RBAを含むエクステントを探す。これはつまり、デー
タセット内のオフセットから、そのオフセットを持つデ
ータが実際に格納されているCCHHRを求めることであ
る。

【００４４】VSAM ESDSのオープンの直後のリード処理
を例に、以下説明する。このときカレントレコードはVS
AM ESDSの最初のCIに含まれ、そのCIのRBAは０であると
する。形式１DSCBは、エクステント情報の配列を持ち、
各エクステントごとに、そのエクステントの開始CCHH
と、終了CCHHを記録する。前記エクステント情報の配列
は、対応するRBAの昇順に並んでいる。今の例では、目
的RBAは０であるので、明らかに最初のエクステントの
最初のレコードに含まれる。この結果、目的とするCCHH
は形式１DSCBに記録された最初のエクステント情報の示
す開始CCHHであることがわかる。また、レコード０には
ユーザデータは格納できないため、Rは１であることが
わかる。

【００４５】ステップ６２０では、前記ステップ６１０
で求めたCCHHRを指定して、図７に示すCKDレコード読み
込み処理を呼ぶ。CIが、複数のCKDレコードからなる場
合には、その数だけCKDレコード読み込み処理を呼ぶ。

【００４６】ステップ６３０では、CI内の制御情報を参
照して、CIの中で目的とするVSAMレコードを探す。それ
は、カレントレコードの通番を持つものである。ステッ
プ６４０で、アプリケーションプログラム２０の変数で
ある一意名に、VSAMレコードをコピーする。

【００４７】ステップ６５０で、カレントレコードを、
次のVSAMレコードとする。以上で、VSAM ESDSのリード
処理が終わる。

【００４８】図６は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのクローズ処理１１３０のフローチ
ャートである。

【００４９】ステップ１０００で、UNIXオペレーティン
グシステム４０の、ローIO機能をクローズする。正確に
言うと、ディスク制御装置８０に対応したキャラクタ特
殊ファイルをクローズする。

【００５０】ステップ１０１０で、作業領域を解放す
る。以上で、VSAM ESDSのクローズ処理が終わる。

【００５１】図７は、CKDレコードアクセスライブラリ
３５が行なう、CKDレコード読み込み処理のフローチャ
ートである。CKDレコード読み込み処理は、ＶＳＡＭア
クセスライブラリ３０から呼ばれ、指定されたCCHHRを
持つレコードをディスク制御装置８０から読み、そのキ
ー部とデータ部を返す。

【００５２】ステップ４００では、指定されたCCHHRを
持つレコードを含むトラックの先頭に対応するLBAを計
算する。ただし、以下では、割算を示す／では、整数部
分のみを商とする。

【００５３】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量 ＋ HH＊
トラック容量） ／ ブロック長 ステップ４１０では、UNIXオペレーティングシステム４
０のローIO機能をつかって、前記LBAから、1トラック長
だけ、SCSIインタフェース６０を経由してディスク制御
装置８０からデータを読む。ローIO機能を使う理由は、
UNIXオペレーティングシステム４０はＶＳＡＭデータセ
ットのアクセスをサポートしていないために、UNIXオペ
レーティングシステム４０のファイル管理機能を使用す
ることができないためである。

【００５４】ステップ４２０では、ステップ４３０で処
理するレコードアドレスを、トラックの先頭とする。

【００５５】ステップ４３０では、当該レコードのカウ
ント部に含まれる、レコードIDを調べて、当該レコード
が、指定されたCCHHRを持つものであるか調べる。指定
されたCCHHRを持てばステップ４４０へ進む。そうでな
ければ、ステップ４５０へ進む。

【００５６】ステップ４４０では、目的とするレコード
が見つかったので、そのキー部と、データ部をコール元
に返して処理を終了する。

【００５７】ステップ４５０では、レコードアドレス
に、現在のレコードのキー部とデータ部の長さを加え
て、つぎに処理するレコードアドレスとして、ステップ
４３０に戻る。レコードのキー部とデータ部の長さは、
そのレコードのカウント部に書いてある。

【００５８】以上、図７に示した処理では、CKDレコー
ド読み込み処理が１度呼ばれると必ず1トラックがディ
スク制御装置８０から読まれる。最近アクセスしたトラ
ックのデータをキャッシュしておいて、同じトラックが
要求されたらディスク制御装置８０をアクセスしないで
すます構成も可能である。

【００５９】図８は、ディスク制御装置８０が行なう、
SCSI READ処理のフローチャートである。この処理は、
前記図７のCKDレコード読み込み処理のステップ４１０
でUNIXオペレーティングシステム４０のローIO機能が使
用された結果、ディスク制御装置８０の側で行なわれる
ものである。

【００６０】ステップ２００では、ディスク制御装置８
０は、CPU１０からＳＣＳＩインタフェース６１を経由
してＳＣＳＩのREADコマンドを受ける。

【００６１】ステップ２１０では、受領したCDB(Comman
d Descriptor Block)から、対象データのＬＢＡを得、
それをディスク装置１００のシリンダー番号とヘッド番
号に変換する。

【００６２】 シリンダー番号＝(LBA ＊ブロック長) ／シリンダー容量 ヘッド番号＝（(LBA ＊ブロック長) ％シリンダー容量）／トラック容量 トラック先頭からのバイト位置＝（LBA ＊ブロック長) ％トラック容量 ％は、剰余を表す。即ち、整数ｍ、ｎに対して、ｎ％ｍ
はｎをｍで割った余りを示す。

【００６３】ステップ２２０では、指定されたシリンダ
ー番号とヘッド番号をもつトラックを、バッファ９０に
読む。このときにバッファ９０に読み込まれるトラック
の形式を、図９に示す。

【００６４】図９は、ディスク装置１００に格納される
データの、トラック上の配置を示したものである。３０
０から、３４５は、トラック上の実際の物理的なデータ
の配置を示す。これに対して、３８０は、前記図８のス
テップ２２０でバッファ９０に読み込まれるトラックの
形式を示したものである。３９０、３９２そして３９４
は、３８０に示すデータが、SCSIインタフェース６１を
経由して、CPU１０に転送されるときの形式を示したも
のである。

【００６５】３００は、インデクスマーカーであり、ト
ラックの始まりを示す。３０５は、ホームアドレスであ
り、トラックの状態や、IDを示す。３１０はレコード０
のカウント部であり、３１５はレコード０のデータ部で
ある。カウント部は、各レコードの最初のフィールドで
あり、そのレコードの状態、位置、及び長さを示す。レ
コード０は、トラックの最初のレコードであり、ユーザ
データを格納することはできない。３２０、３２５、そ
して３３０はそれぞれ、レコード１のカウント部、キー
部、データ部である。３３５、３４０そして３４５はそ
れぞれ、レコード２のカウント部、キー部、データ部で
ある。以下に続くレコードは、省略した。３０５から３
４５の各フィールドの間は、ギャップと呼ばれる領域
で、定められた長さを持ち、データが格納されない。

【００６６】３８０のトラック形式は、前記３０５から
３４５までのフィールドのうち、レコード１以下の、カ
ウント部とキー部、そしてデータ部を連続して配置した
ものである。

【００６７】実際には、３０５から３４５までのフィー
ルドにそれぞれ存在するECC(ErrorCorrecting Code)な
どは３８０には含まれないが、図３では簡単のため、そ
の違いは表されていない。

【００６８】３９０、３９２そして３９４は、ディスク
制御装置８０のブロック長である、５１２バイトの長さ
を持つブロックである。３９０、３９２そして３９４に
は、３８０に示すデータが、カウント部、キー部、デー
タ部すべてが連続して、順に格納される。CKDレコード
の境界とブロックの境界とは、必ずしも一致しない。

【００６９】図９に示すように、ＳＣＳＩインタフェー
ス６１からは、ホームアドレス３０５や、レコード０は
見えない。ECCや、ギャップはもちろん見えない。

【００７０】バッファ９０の長さである、トラック容量
は、トラックに格納されるユーザデータの最大値ではな
く、各レコードのカウント部や、ホームアドレス、それ
にレコード０の長さをも加えた最大値であるとする。

【００７１】図８に戻って、ステップ２３０では、バッ
ファ９０の、ステップ２１０で求めたトラック先頭から
のバイト位置で指定されるブロックから、ＳＣＳＩイン
タフェース６１を経由してCPU１０にデータを転送す
る。

【００７２】ステップ２４０では、トラックの終わりま
で転送したかを判断する。トラックの終わりまで転送し
たならば、ステップ２５０に進む。そうでなければ、ス
テップ２７０に進む。トラックの終わりまでを転送した
とは、当該トラックの最終レコードの最終バイトを転送
し終わったことをいう。

【００７３】ステップ２５０では、現在転送中のブロッ
クの終端まで、０を転送する。これを以下、パディング
と呼ぶ。この処理が必要な理由を以下に示す。

【００７４】CKD形式では、トラックに格納できるデー
タの容量は、レコード長によって変わる。このため、一
般的にはトラックに実際に格納されているデータの容量
は、ブロック長、現在の場合５１２バイトの倍数になら
ない。ステップ２５０のパディングを行なわないなら
ば、このディスクをFBA形式で読んだときに、１つのブ
ロック内に異なるトラックのデータが混在することにな
る。これは、CPU１０のCKDレコードアクセスライブラリ
３５の処理を複雑にする。本発明の実施の形態では、ス
テップ２５０のパディングを行ない、トラックは必ずブ
ロック境界から始まることを保証するものとする。ステ
ップ２５０のパディングを行なわない構成も可能であ
る。パディングのために転送するデータとして、０以外
を使うことも可能である。

【００７５】ステップ２６０では、次のトラックのシリ
ンダー番号、ヘッド番号を計算する。 ステップ２７０
では、CDBで指定されたブロックを、すべて転送したか
調べる。すべて転送したなら、リード処理を終了する。
すべて転送していないなら、トラック先頭からのバイト
位置を０に設定して、ステップ２２０へ戻る。

【００７６】ただし、本発明の実施の形態では、CKDレ
コードアクセスライブラリ３５は図７のステップ４１０
に示すように、必ず1トラックだけをアクセスする。こ
のため、詳細はUNIXオペレーティングシステム４０の処
理に依存するものの、ステップ２６０で計算した次のト
ラックアドレスを有するトラックがステップ２２０で読
み込まれることは、一般的には起こらないと考えられ
る。

【００７７】以上、図８の処理においても、図７につい
て述べたように、トラックのキャッシュを行なう構成が
可能である。

【００７８】ー第２の発明の実施の形態ー 図１０は、本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【００７９】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のディスク
制御装置８０のディスク装置１００を、FBA形式でアク
セスされるディスク装置１００’に変更した構成であ
る。ディスク装置１００’が複数ある構成も可能であ
り、これを図１８に示す。図１８については、後述す
る。

【００８０】このディスク装置１００’は、ブロック長
を５１２バイトとし、LBAによるアクセスを提供する。
ディスク装置にCKDレコード１１０が格納されること
や、チャネルインタフェース７１を経由して、CKD形式
にしたがったアクセスをCPU１１に提供することは第１
の発明の実施の形態と同じである。

【００８１】図１１は、ディスク装置１００’に格納さ
れるデータの配置を示したものである。２０００、２０
０２そして２００４は、ディスク装置１００’に格納さ
れたトラックのデータを有するブロックであり、それぞ
れ５１２バイトの長さを持つ。３８０’はバッファ９０
に読み込まれるトラックの形式である。３９０、３９２
そして３９４は、３８０’に示すデータが、SCSIインタ
フェース６１を経由して、CPU１０に転送されるときの
形式を示したものである。３９０、３９２そして３９４
は図９と同じである。

【００８２】２０００は、ホームアドレスや、レコード
０を含む。これは、ディスク制御装置８０が、チャネル
インタフェース７１を経由してCKD形式にしたがったア
クセスを受けるために、CKD形式特有の、いわゆるフォ
ーマットライトコマンドを処理し、書き込まれたデータ
を保持する必要があるためである。フォーマットライト
コマンドの例としては、WRITE HOME ADDRESS や、WRITE
COUNT, KEY, AND DATAがある。

【００８３】３８０’に示すデータは、２０００、２０
０２そして２００４のデータを連続して並べたものであ
り、ここにもホームアドレスとレコード０が存在する。

【００８４】図１２は、ディスク制御装置８０が行な
う、SCSI READ 処理のフローチャートである。図１２の
フローチャートは、第１の発明の実施の形態の図８のフ
ローチャートに、ステップ２１００と、ステップ２１１
０を加えたものである。

【００８５】ステップ２１００では、先のステップ２１
０で、CDBに指定されたLBAから計算したCCHHを、さらに
LBAに再計算する。

【００８６】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量 ＋ HH＊
トラック容量） ／ ブロック長 上記シリンダー容量とトラック容量は、ディスク制御装
置８０がチャネルインタフェース７１を経由してCPU１
１に見せているものである。ブロック長は、ディスク装
置１００’の属性で、５１２バイトである。ディスク装
置１００’が複数ある構成をとった場合、目的CCHHを持
つトラックがどのディスク装置に存在するかを決める手
段が必要になり、LBAの計算も複雑になる。

【００８７】ステップ２２０’では、ディスク装置１０
０’からバッファ９０に、２０００、２００２、２００
４そしてそれに続くブロックを、１トラック分だけ読み
込む。バッファ９０には３８０’に示すデータが格納さ
れる。

【００８８】ステップ２１１０では、バッファ９０のデ
ータ上で、レコード１のカウント部の開始位置を決め
る。このためには、レコード０のカウント部を見て、レ
コード０の長さを求め、それとホームアドレスの長さだ
けをバッファ９０の先頭位置に足し込めばよい。ホーム
アドレスとレコード０は、SCSIインタフェース６１を経
由して、CPU１０に転送されることがないため、この処
理が必要である。

【００８９】ステップ２３０では、前記ステップ２１１
０で位置付けたレコード１から転送がされる。以下の処
理は、第１の発明の実施の形態の図８と同じであるの
で、説明は省略する。

【００９０】図１８は、本発明の第２の発明の実施の形
態の計算機システムのディスク装置１００’を、その約
半分の容量を持つディスク装置１００”およびディスク
装置２５００で置き換えた計算機システムの要部構成図
である。各ディスク装置へのデータの分配は、トラック
単位で行なわれ、偶数トラック番号のものはディスク装
置２５００に、奇数トラック番号のものはディスク装置
１００”に格納されるものとする。

【００９１】ー第３の発明の実施の形態ー 図１３は、本発明の第３の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【００９２】本発明の第３の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のCKDレコ
ードアクセスライブラリ３５を、少し異なる機能を持つ
CKDレコードアクセスライブラリ３５”に置き換えた構
成である。

【００９３】本発明の実施の形態と第１の発明の実施の
形態の主な違いを以下に簡単に述べる。

【００９４】第１の発明の実施の形態では、CKDレコー
ドからカウント部を取り除くのはCPU１０のCKDレコード
アクセスライブラリ３５であったが、本発明の実施の形
態ではディスク制御装置８０がこれを行なう。

【００９５】これにともない、第１の発明の実施の形態
では、CKDレコードアクセスライブラリ３５はディスク
制御装置８０からトラック単位でデータを読み込んだ
が、本発明の実施の形態ではブロック単位でデータを読
み込む。そして、本発明の実施の形態ではSCSIインタフ
ェース６０を経由してCKDレコードアクセスライブラリ
３５が受け取るデータにはカウント部がついていないの
で、これだけではレコード境界が決まらない。しかしこ
れはVSAM をアクセスするうえでは問題にならない。こ
の理由を、以下に説明する。

【００９６】VSAMでは、ディスク装置に格納される物理
的なレコードは、VSAMのユーザであるアプリケーション
プログラムが扱うVSAMレコードとは対応しない。ディス
ク装置への格納すなわちCKDレコードの割当は、CIごと
に行なわれる。CIを格納する各CKDレコードは、キー部
を持たず、データ部の長さは同じVSAMデータセットに属
するCKDレコードであればすべて等しく、VSAMにより１
０２４バイトなど、適当な長さに決められる。ディスク
制御装置８０は、図８のステップ２５０のパディング処
理をおこなうことで、CKD形式で格納されたデータをFBA
形式でアクセスするときに、CKD形式でのトラック境界
がFBA形式でのブロック境界をまたがらないことを保証
する。このため、トラック先頭のLBAが与えられれば、
目的とするレコードの位置は、レコード番号とレコード
長から容易に求めることができる。

【００９７】さらに、CKDレコードアクセスライブラリ
３５が受け取るデータにカウント部がついていないこと
は、VTOCをアクセスするうえでも問題にならない。VTOC
は、キー部４４バイト、データ部９６バイトのレコード
の集まりである。このため、上記VSAMの場合と同様に、
レコード位置を求めるのは容易である。

【００９８】即ち、CKDレコードアクセスライブラリ３
５は、その上位プログラム、今の場合ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０から、現在処理対象としているトラック
に、どんな形式のレコードが格納されているかを教わる
ことで、レコード境界を見つけることが可能である。こ
のためカウント部は必要ない。

【００９９】ただし、VSAM以外のアクセス法には、任意
長のCKDレコードを扱うものもあるため、本発明の実施
の形態の方式は適用できないものがある。

【０１００】図１４は、ディスク装置１００に格納され
るデータの、トラック上の配置を示したものである。３
００から３４５は、図９と同じであり、トラック上の実
際の物理的なデータの配置を示す。３８０”は、バッフ
ァ９０に読み込まれるトラックの形式を示したものであ
る。３９０”と３９２”は、３８０”に示すデータが、
SCSIインタフェース６１を経由して、CPU１０に転送さ
れるときの形式を示したものである。

【０１０１】３８０”のトラック形式は、前記３０５か
ら３４５までのフィールドのうち、レコード１以下の、
キー部とデータ部だけを集めたものである。

【０１０２】図１５は、CKDレコードアクセスライブラ
リ３５”が行なう、CKDレコード読み込み処理のフロー
チャートである。

【０１０３】ステップ２２００では、指定されたCCHHR
を持つレコードを含むブロックのLBAを計算する。Ｒ
は、目的レコ−ドのレコ−ド番号である。

【０１０４】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量 ＋ HH＊
トラック容量） ／ ブロック長 ＋（（Rー１）＊
レコード長） ／ ブロック長 最初の項が、目的レコードを含むトラックの先頭アドレ
スであり、２番目の項がトラック上のオフセットであ
る。

【０１０５】さらに、ブロック内での、目的レコードの
開始オフセットは、 ブロック内オフセット ＝ （（Rー１）＊ レコード
長） ％ ブロック長 である。

【０１０６】ステップ２２１０では、UNIXオペレーティ
ングシステム４０のローIO機能をつかって、前記LBAか
ら、（（レコード長 ＋ （ブロック長ー１））／ ブ
ロック長）ブロックだけ、あるいは、レコードがブロッ
クをまたがる場合にはさらに１ブロック余分に、SCSIイ
ンタフェース６０を経由してディスク制御装置８０から
データを読む。

【０１０７】ステップ２２２０では、読み込んだデータ
のアドレス＋ブロック内オフセットをキー部として、そ
してキー部の終了アドレスをデータ部としてコール元に
返して処理を終了する。

【０１０８】図１４で、CKDレコード読み込み処理を例
を使って説明する。CKDレコードアクセスライブラリ３
５”は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０から、VTOCの
レコード４を読む要求を受けたとする。VTOCは、トラッ
ク先頭のレコード１から開始するとする。ブロック長は
５１２バイト、レコード長はキー部が４４バイト、デー
タ部が９６バイト、合計１４０バイトである。

【０１０９】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量 ＋ HH＊
トラック容量）／５１２ ＋（（４ー１）＊ １４０）
／ ５１２ であり、 ブロック内オフセット ＝ （（４ー１）＊１４０）
％ ５１２ ＝ ４２０ である。

【０１１０】ステップ２２１０では、（１４０＋（５１
２ー１））／５１２ ＋ １ ＝２ブロックが読み込ま
れる。

【０１１１】ステップ２２２０では、読んだデータの先
頭から４２０バイト目のアドレスがキー部として、４６
４バイト目のアドレスがデータ部として、ＶＳＡＭアク
セスライブラリ３０に返る。

【０１１２】ー第４の発明の実施の形態ー 図１６は、本発明の第４の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【０１１３】本発明の第４の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０を、少し異なる機能を持つＶＳ
ＡＭアクセスライブラリ３０’’’に置き換え、さらに
CPU１１にVTOCユティリティ２３００を加えた構成であ
る。

【０１１４】本発明の実施の形態と第１の発明の実施の
形態の主な違いを以下に簡単に述べる。

【０１１５】第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０は、図４に示したVSAM OPEN処理にお
いて、指定されたデータセット名称の形式１DSCBを探す
ために、標準ボリュームラベルとVTOCを読んだ。本発明
の実施の形態のＶＳＡＭアクセスライブラリ３０’’’
は、そのためにVTOCユティリティ２３００が求めたデー
タを使い、ディスク制御装置８０のアクセスはしない。

【０１１６】VTOCユティリティ２３００は、VOS3オペレ
ーティングシステム５０上で動作し、ディスク制御装置
８０をアクセスして目的データセットの形式１DSCBを求
める。VOS3オペレーティングシステム５０にはこれを行
なうマクロが提供されており、それをOBTAIN(SEARCH)マ
クロと言う。 VTOCユティリティ２３００は、OBTAIN(SE
ARCH)マクロを、目的とするデータセット名称を指定し
て発行する。VOS3オペレーティングシステム５０はVTOC
をアクセスして、結果である形式１DSCBをVTOCユティリ
ティ２３００に返す。

【０１１７】VOS3オペレーティングシステム５０はVTOC
をアクセスするときに、VTOC索引を使用したり、指定し
たキー部を持つレコードをサーチするCCW(Channel Comm
andWord)を使用したりするために、一般的にその処理は
第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭアクセスライブラリ
３０の行なう、図４に示したVSAM OPEN処理のステップ
５０５からステップ５４０に比べると高速である。

【０１１８】図１７は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０’’’が行う、VSAM ESDSのオープン処理のフローチ
ャートである。

【０１１９】ステップ５００で、UNIXオペレーティング
システム４０の、ローIO機能をオープンする。

【０１２０】ステップ２４００では、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０’’’はVTOCユティリティ２３００より
形式１DSCBを得る。具体的には、プログラム間通信を用
いてVTOCユティリティ２３００を呼び出して結果を返送
させてもいいし、あらかじめVTOCユティリティ２３００
を実行させておき、その結果を人間がコンソールから入
力してもよい。

【０１２１】ステップ５５０では、形式１DSCBをＶＳＡ
Ｍアクセスライブラリ３０のローカルな変数にコピーし
て、コール元に戻る。これで、VSAM ESDSのオープン処
理が終わる。

【０１２２】ー第５の発明の実施の形態ー 図１９は、本発明の第５の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【０１２３】本発明の第５の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０を、少し異なる機能を持つＶＳ
ＡＭアクセスライブラリ３０””に置き換え、さらにCP
U１１にロックユティリティ２６００を加えた構成であ
る。

【０１２４】本発明の実施の形態は、第１の発明の実施
の形態が有する、以下の課題を解決するための機構を有
する。

【０１２５】VOS3オペレーティングシステム５０はカウ
ントキーデータ形式に従うインタフェースでデータをア
クセスし、当該データを管理し、UNIXオペレーティング
システム４０は固定長ブロック形式に従うインタフェー
スでデータをアクセスし、当該データを管理する。両オ
ペレーティングシステムは、ディスク装置１００にある
各データセットが使用中かどうかという情報を、それぞ
れのオペレーティングシステムの管理するメモリに持
つ。このため、お互いがどのデータセットを使用してい
るかはわからない。このため、UNIXオペレーティングシ
ステム４０上で動作するアプリケーションプログラム２
０が現在参照しているデータセットを、VOS3オペレーテ
ィングシステム５０上で動作するアプリケーションプロ
グラム２１が削除してしまうといった不具合を防ぐこと
ができない。このような不具合は、アプリケーションプ
ログラムあるいはオペレーティングシステムの動作不良
あるいはデータセットの破壊をひきおこすおそれがある
ために、避けなければいけない。このために、本発明の
実施の形態はロックユティリティ２６００を有する。

【０１２６】ロックユティリティ２６００は、VOS3オペ
レーティングシステム５０上で動作するプログラムであ
る。ロックユティリティ２６００は、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０””の要求に従って、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０””がアクセスしようとするデータセッ
トの使用を、 VOS3オペレーティングシステム５０に要
求する。しかしロックユティリティ２６００は自分では
使用を要求したデータセットへのアクセスは行わない。
データセットへのアクセスはＳＣＳＩインタフェースを
経由してUNIXオペレーティングシステム４０が行う。VO
S3オペレーティングシステム５０には必要に応じてデー
タセットの使用の要求を行なうマクロが提供されてお
り、それをDYNALLOCマクロと言う。ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””は、データセットをアクセスしようと
するときには、そのデータセット名称を指定してロック
ユティリティ２６００を呼ぶ。ロックユティリティ２６
００は、DYNALLOCマクロを、目的とするデータセット名
称を指定して発行する。これにより、UNIXオペレーティ
ングシステム４０がアクセスしようとするデータセット
は、VOS3オペレーティングシステム５０にとっても使用
中とみなされるため、前述のアクセスの競合による不具
合を防ぐことができる。

【０１２７】図２０は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””が行う、VSAM ESDSのオープン処理のフローチャ
ートである。

【０１２８】ステップ２７００で、ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””はオープンしようとするデータセット
名称を指定して、ロックユティリティ２６００を呼ぶ。
具体的には、プログラム間通信を用いてロックユティリ
ティ２６００を呼び出すなどの方法がある。ロックユテ
ィリティ２６００はVOS3オペレーティングシステム５０
にDYNALLOCマクロを発行し、データセットの使用を要求
する。これにより、当該データセットは、VOS3オペレー
ティングシステム５０で動作するアプリケーションプロ
グラムからアクセスができなくなる。

【０１２９】以下の処理は図４と同じなので、説明は省
略する。

【０１３０】図２１は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””が行う、VSAM ESDSのクローズ処理のフローチャ
ートである。

【０１３１】ステップ２８００で、ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””はクローズしようとするデータセット
名称を指定して、ロックユティリティ２６００を呼ぶ。
ロックユティリティ２６００はVOS3オペレーティングシ
ステム５０にDYNALLOCマクロを発行し、データセットの
使用の終了を伝える。これにより、当該データセット
は、VOS3オペレーティングシステム５０で動作するアプ
リケーションプログラムからアクセスできるようにな
る。

【０１３２】以下の処理は図６と同じなので、説明は省
略する。

【０１３３】本発明の実施の形態では、ＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０””がオープンしたデータセットは、
VOS3オペレーティングシステム５０で動作するアプリケ
ーションプログラムからはいっさいアクセスできなくな
る。これを、例えばデータセットの読みだしは許可し、
更新は許可しないようにすることもできる。そのために
は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０””からロックユ
ティリティ２６００に、データセット名称の他に当該デ
ータセットの共用モードを与え、ロックユティリティ２
６００がその共用モードに従ってDYNALLOCマクロを発行
するようにすればよい。

【０１３４】また、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””はロックユティリティ２６００を使用して、UNIX
オペレーティングシステム４０上で動作するアプリケー
ションプログラム２０の要求にしたがって、ディスク装
置１００にVOS3オペレーティングシステム５０の管理す
るデータセットを新規に作成することができる。同様
に、データセットを削除したり、既存のデータセットの
大きさを拡張、縮小することもできる。

【０１３５】

【発明の効果】本発明の計算機システムによれば、メイ
ンフレームと、オープンシステムとの間で、データが共
用できる。これにより、より柔軟で、安価かつ高性能な
計算機システムを構成することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の発明の実施の形態の計算機シス
テムの要部構成図である。

【図２】本発明の第１の発明の実施の形態のUNIXオペレ
ーティングシステムの要部構成図である。

【図３】本発明の第１の発明の実施の形態のアプリケー
ションプログラムの処理の手順を示すフローチャートで
ある。

【図４】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM OPEN
処理の手順を示すフローチャートである。

【図５】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM READ
処理の手順を示すフローチャートである。

【図６】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM CLOSE
処理の手順を示すフローチャートである。

【図７】本発明の第１の発明の実施の形態のCKDレコー
ド読み込み処理の手順を示すフローチャートである。

【図８】本発明の第１の発明の実施の形態のSCSI READ
処理の手順を示すフローチャートである。

【図９】本発明の第１の発明の実施の形態のトラック形
式のデータ構造図である。

【図１０】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１１】本発明の第２の発明の実施の形態のトラック
形式のデータ構造図である。

【図１２】本発明の第２の発明の実施の形態のSCSI REA
D処理の手順を示すフローチャートである。

【図１３】本発明の第３の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１４】本発明の第３の発明の実施の形態のトラック
形式のデータ構造図である。

【図１５】本発明の第３の発明の実施の形態のCKDレコ
ード読み込み処理の手順を示すフローチャートである。

【図１６】本発明の第４の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１７】本発明の第４の発明の実施の形態のVSAM OPE
N処理の手順を示すフローチャートである。

【図１８】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１９】本発明の第５の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図２０】本発明の第５の発明の実施の形態のVSAM OPE
N処理の手順を示すフローチャートである。

【図２１】本発明の第５の発明の実施の形態のVSAM CLO
SE処理の手順を示すフローチャートである。

【符号の説明】 １０、１１ CPU ２０、２１ アプリケーションプログラム ３０、３０’’’、３０”” VSAMアクセスライ
ブラリ ３５、３５” CKDレコードアクセスライブ
ラリ ４０ UNIXオペレーティングシステ
ム ５０ VOS３オペレーティングシス
テム ６０、６１ SCSIインタフェース ７０、７１ チャネルインタフェース ８０ ディスク制御装置 ９０ バッファ １００、１００’、１００”” ディスク装置

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 吉田 稔 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレ−ジシステム事業部内

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
   ースと固定長ブロック形式に従うインタフェースとを有
   する記憶装置を含む計算機システムにおいて、シリンダ
   ー番号、ヘッド番号そしてレコード番号で指定されるカ
   ウントキーデータ形式のレコードアドレスと、論理ブロ
   ックアドレスで指定される固定長ブロック形式のアドレ
   スとを互いに変換する手段と、カウントキーデータ形式
   で記憶装置に格納されているレコードを固定長ブロック
   形式に従うインタフェースでアクセスさせる手段と、前
   記レコードから、ユーザデータだけを取り出す手段と、
   前記レコードのユーザデータをあらかじめ定められた形
   式にしたがって解釈し、利用する手段とを有することを
   特徴とする計算機システム。
2. 【請求項２】ディスクアクセスをアクセスするディスク
   装置のカウントキーデータ形式にしたがって行う第１の
   計算機と、ディスクアクセスを固定長ブロック形式にし
   たがって行う第２の計算機と、前記第１及び第２の計算
   機に接続するディスクサブシステムとを含んで構成され
   る計算機システムであって、前記ディスクサブシステム
   は、前記第１の計算機と接続し、カウントキーデータ形
   式に従う第１のインタフェースと、前記第２の計算機と
   接続し、固定長ブロック形式に従う第２のインタフェー
   スと、前記第１及び第２の計算機からアクセスされるデ
   ータをカウントキーデータ形式で格納するディスク装置
   と、前記第２のインタフェースから受けた固定長ブロッ
   ク形式のアドレスに基づき前記ディスク装置からデータ
   を読み出し、該読み出したデータを前記第２のインタフ
   ェースを介して固定長形式のブロック単位で前記第２の
   計算機に転送する手段を有し、前記第２の計算機は、ア
   プリケーションプログラムから発行されるカウントキー
   データ形式に従ったディスクアクセス要求を受け付け、
   カウントキーデータ形式のアドレスを前記固定長ブロッ
   ク形式のアドレスに変換する手段と、変換された固定長
   ブロック形式のアドレスを用いて前記ディスクサブシス
   テムへアクセスする手段と、前記ディスクサブシステム
   から転送されたブロック単位のデータからアクセス要求
   で指定されたレコードのデータを抽出する手段を有する
   ことを特徴とする計算機システム。
3. 【請求項３】前記転送手段は、前記固定長形式のアドレ
   スを基づき前記アクセス要求で指定されるレコードを格
   納した領域のシリンダ番号、ヘッド番号を算出して前記
   指定レコードを含むトラックのデータを前記ディスク装
   置から読み出し、前記固定長形式のアドレスにより定ま
   る前記トラック内でのブロックの先頭位置を判定し、前
   記トラック内の前記先頭位置以降にあるデータを前記固
   定長形式に従ったブロック単位で前記第２の計算機に転
   送することを特徴とする請求項２記載の計算機システ
   ム。
4. 【請求項４】前記転送手段は、転送中のデータブロック
   の途中で前記トラックのデータ転送を終了した場合、該
   転送中のデータブロックの終端まで予め定められたデー
   タを転送することを特徴とする請求項３記載の計算機シ
   ステム。
5. 【請求項５】前記ディスク装置は、固定長の記憶領域を
   有し、前記カウントキーデータ形式のデータを前記固定
   長の記憶領域の大きさに分割して格納しており、前記転
   送手段は、前記固定長形式のアドレスに基づき、転送す
   べきデータを格納した前記ディスク装置の記憶領域を判
   定してデータの読み出しを行うことを特徴とする請求項
   ２記載の計算機システム。
6. 【請求項６】前記転送手段は、前記固定長形式のアドレ
   スに基づいて、前記カウントキーデータ形式のデータを
   アクセスするためのシリンダ番号、ヘッド番号、及びレ
   コード番号を算出し、算出したシリンダ番号、ヘッド番
   号、及びレコード番号から転送すべきデータを格納した
   記憶領域のアドレスを算出することを特徴とする請求項
   ５記載の計算機システム。
7. 【請求項７】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
   ースと、固定長ブロック形式に従うインタフェースの両
   方を有する記憶装置を含む計算機システムにおいて、 シリンダー番号、ヘッド番号そしてレコード番号で指定
   されるカウントキーデータ形式のレコードアドレスと、
   ＬＢＡ（Logical Block Address）で指定される固定長
   ブロック形式のアドレスとを互いに変換する手段と、 カウントキーデータ形式で記憶装置に格納されているレ
   コードを固定長ブロック形式に従うインタフェースでア
   クセスさせる手段と、 前記レコードから、ユーザデータだけを取り出す手段
   と、 前記レコードのユーザデータを、あらかじめ定められた
   形式にしたがって解釈し、利用する手段とを有すること
   を特徴とする計算機システム。
8. 【請求項８】請求項７記載の計算機システムであって、 カウントキーデータ形式に従うインタフェースでデータ
   をアクセスし、当該データを管理する第１の管理手段
   と、 固定長ブロック形式に従うインタフェースでデータをア
   クセスし、当該データを管理する第２の管理手段と、 前記第１及び第２の管理手段のいずれかがあるデータを
   使用している場合、もう片方の手段にとっても当該デー
   タが使用中であると、もう片方の手段をして知らしめる
   手段とを有することを特徴とする計算機システム。