JPH11250016A - ファイル共有システムのファイルロック方式および方法 - Google Patents
ファイル共有システムのファイルロック方式および方法Info
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- JPH11250016A JPH11250016A JP10045618A JP4561898A JPH11250016A JP H11250016 A JPH11250016 A JP H11250016A JP 10045618 A JP10045618 A JP 10045618A JP 4561898 A JP4561898 A JP 4561898A JP H11250016 A JPH11250016 A JP H11250016A
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- Multi Processors (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】マルチシステム制御プロセッサ（ＭＳＣＰ）と
各ホストの情報伝達を極力少なくし、ジョブ実行時間の
延びとＣＰＵ処理能力の低下を防ぐことを可能とするこ
と。 【解決手段】各ホストのメモリ上に存在し各ロックと一
対一に対応し状態表示するＬＫＳと、ＬＫＳを参照／更
新可能なＣＰＵ命令群と、これを使用したＯＳによるＬ
ＫＳの制御と、ホスト１からＭＳＣＰ３に対してロック
要求Ｉ／Ｏが発行された際、ＭＳＣＰ３は、該当ロック
を取得済みのホスト２に対してロック識別情報を伴うア
ンロック伺いのアテンション通知を行い、これを受信し
たホスト２のＩＯＰは、このアテンションをＯＳに通知
すること無しにＬＫＳを参照することで、ＭＳＣＰ３に
アンロックの可否の応答コマンドを送信する。ＭＳＣＰ
３は、受信した応答コマンドに基づいて、応答するロッ
クを制御し、ホスト１にロック取得完了／取得待ちを通
知する。
各ホストの情報伝達を極力少なくし、ジョブ実行時間の
延びとＣＰＵ処理能力の低下を防ぐことを可能とするこ
と。 【解決手段】各ホストのメモリ上に存在し各ロックと一
対一に対応し状態表示するＬＫＳと、ＬＫＳを参照／更
新可能なＣＰＵ命令群と、これを使用したＯＳによるＬ
ＫＳの制御と、ホスト１からＭＳＣＰ３に対してロック
要求Ｉ／Ｏが発行された際、ＭＳＣＰ３は、該当ロック
を取得済みのホスト２に対してロック識別情報を伴うア
ンロック伺いのアテンション通知を行い、これを受信し
たホスト２のＩＯＰは、このアテンションをＯＳに通知
すること無しにＬＫＳを参照することで、ＭＳＣＰ３に
アンロックの可否の応答コマンドを送信する。ＭＳＣＰ
３は、受信した応答コマンドに基づいて、応答するロッ
クを制御し、ホスト１にロック取得完了／取得待ちを通
知する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はファイル共有システ
ムのファイルロック方式および方法に関し、特に複数の
ホストコンピュータとマルチシステム制御プロセッサを
有しファイルを共有するファイル共有システムのファイ
ルロック方式および方法に関する。
ムのファイルロック方式および方法に関し、特に複数の
ホストコンピュータとマルチシステム制御プロセッサを
有しファイルを共有するファイル共有システムのファイ
ルロック方式および方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来のファイル共有システムのファイル
ロック方式および方法について説明する。まず条件とし
て、ホストコンピュータ（以下ホストと記す）間で共有
するファイルは複数のブロックで構成され、ブロックは
複数のレコードとその制御情報で構成される。また、ブ
ロックはデイスクと主記憶間のデータ転送、マルチシス
テム制御プロセッサ（以下ＭＳＣＰと記す）上のロック
対象などで論理的な最小単位となる。ロック種別とし
て、：参照ロック(以下Ｓロックと記す)と更新ロック
（以下Ｘロックと記す）とがある。Ｓロックは対応する
ブロックを参照する場合に必要になるロックであり、同
一ブロックを複数のホストからＳロックで同時にロック
することができる。Ｘロックは対応するブロックを更新
する場合に必要になるロックであり、同一ブロックに対
するＸロックは、他ホストのＳロック／Ｘロック何れと
も同時にロックすることはできない。
ロック方式および方法について説明する。まず条件とし
て、ホストコンピュータ（以下ホストと記す）間で共有
するファイルは複数のブロックで構成され、ブロックは
複数のレコードとその制御情報で構成される。また、ブ
ロックはデイスクと主記憶間のデータ転送、マルチシス
テム制御プロセッサ（以下ＭＳＣＰと記す）上のロック
対象などで論理的な最小単位となる。ロック種別とし
て、：参照ロック(以下Ｓロックと記す)と更新ロック
（以下Ｘロックと記す）とがある。Ｓロックは対応する
ブロックを参照する場合に必要になるロックであり、同
一ブロックを複数のホストからＳロックで同時にロック
することができる。Ｘロックは対応するブロックを更新
する場合に必要になるロックであり、同一ブロックに対
するＸロックは、他ホストのＳロック／Ｘロック何れと
も同時にロックすることはできない。
【０００３】図５の従来のファイル共有システムのブロ
ック更新時の動作を説明するシーケンス図に示すよう
に、ロック状態４０１はホスト２２が１つのロック対象
であるブロックＡをＳロックでロック中の状態である。
Ｓロックに関して、ホスト２２が実質的にＳロック不要
なタイミングであっても、他ホストから該当ブロックヘ
のＸロック要求がない限り、Ｓロックを保持し、次に同
一Ｓロックが必要な場合にＭＳＣＰ２３へのＳロック要
求を省く方法を採用している。ロック状態４０１は、ホ
スト２２がこの実質的にＳロック不要なタイミングでＳ
ロックを保持している状態である。ホスト１からブロッ
クＡのＸロック要求４０２が実行されると、ＭＳＣＰ２
３はロック状態４０１であるため、ホスト２１にロック
待ち発生ターミネーシヨン４０３、ホスト２２にホスト
ヘの通知情報ありアテンション４０４を送信する。ホス
ト２１はブロックＡがアンロックされるのを待つ。ホス
ト２２はリードメッセージコマンド４０５を発行し、Ｍ
ＳＣＰ２３からのブロックＡのアンロック依頼情報のタ
ーミネーシヨン４０６を受ける。ホスト２２からのブロ
ックＡのアンロック要求４０７を受けたＭＳＣＰ２３
は、ブロックＡをロック状態４０１からロック状態４１
０に切り替える。ロック状態４１０は、ブロックＡをホ
スト１がＸロックでロック中の状態である。その後、Ｍ
ＳＣＰ２３はホスト２１にロック成功アテンション４０
８を送信し、ホスト２１はロック状態４１０を認識す
る。
ック更新時の動作を説明するシーケンス図に示すよう
に、ロック状態４０１はホスト２２が１つのロック対象
であるブロックＡをＳロックでロック中の状態である。
Ｓロックに関して、ホスト２２が実質的にＳロック不要
なタイミングであっても、他ホストから該当ブロックヘ
のＸロック要求がない限り、Ｓロックを保持し、次に同
一Ｓロックが必要な場合にＭＳＣＰ２３へのＳロック要
求を省く方法を採用している。ロック状態４０１は、ホ
スト２２がこの実質的にＳロック不要なタイミングでＳ
ロックを保持している状態である。ホスト１からブロッ
クＡのＸロック要求４０２が実行されると、ＭＳＣＰ２
３はロック状態４０１であるため、ホスト２１にロック
待ち発生ターミネーシヨン４０３、ホスト２２にホスト
ヘの通知情報ありアテンション４０４を送信する。ホス
ト２１はブロックＡがアンロックされるのを待つ。ホス
ト２２はリードメッセージコマンド４０５を発行し、Ｍ
ＳＣＰ２３からのブロックＡのアンロック依頼情報のタ
ーミネーシヨン４０６を受ける。ホスト２２からのブロ
ックＡのアンロック要求４０７を受けたＭＳＣＰ２３
は、ブロックＡをロック状態４０１からロック状態４１
０に切り替える。ロック状態４１０は、ブロックＡをホ
スト１がＸロックでロック中の状態である。その後、Ｍ
ＳＣＰ２３はホスト２１にロック成功アテンション４０
８を送信し、ホスト２１はロック状態４１０を認識す
る。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来のファイ
ル共有システムのファイルロック方式および方法は、ホ
スト２１がブロックＡのＸロック要求４０２を実行後、
ＭＳＣＰ２３からロック成功アテンション４０８を受信
するまでの処理中に、ホスト２１とＭＳＣＰ２３間で
は、ブロックＡのＸロック要求４０２、ターミネーシヨ
ン４０３及びアテンシヨン４０８が、ホスト２２とＭＳ
ＣＰ２３間では、アテンション４０４、コマンド発行４
０５、ターミネーション４０６、要求４０７及びターミ
ネーション４０９が必要となり、それらに伴う各ホスト
のＯＳの処理に費やされる時間も必要になるので、ホス
ト２２がブロックＡに対して実質的にＳロック不要なタ
イミングでＳロックを保持している期間であっても、ホ
スト２１からブロックＡのＸロック要求が実行された場
合、ホスト２１がブロックＡをＸロックでロックできる
までの経過時間が長くなり、ファイル共有システムで実
行するジョブの実行時間を延ばしてしまうという問題点
がある。さらに、ホスト２２がブロックＡに対して実質
的にＳロック不要なタイミングでＳロックを保持してい
る期間に、ホスト２１からブロックＡのＸロック要求が
実行された場合、ホスト２１がブロックＡをＸロックで
ロックするまでに消費されるＣＰＵ時間が多くなり、フ
ァイル共有システムの処理能力が低下するというという
問題点もある。
ル共有システムのファイルロック方式および方法は、ホ
スト２１がブロックＡのＸロック要求４０２を実行後、
ＭＳＣＰ２３からロック成功アテンション４０８を受信
するまでの処理中に、ホスト２１とＭＳＣＰ２３間で
は、ブロックＡのＸロック要求４０２、ターミネーシヨ
ン４０３及びアテンシヨン４０８が、ホスト２２とＭＳ
ＣＰ２３間では、アテンション４０４、コマンド発行４
０５、ターミネーション４０６、要求４０７及びターミ
ネーション４０９が必要となり、それらに伴う各ホスト
のＯＳの処理に費やされる時間も必要になるので、ホス
ト２２がブロックＡに対して実質的にＳロック不要なタ
イミングでＳロックを保持している期間であっても、ホ
スト２１からブロックＡのＸロック要求が実行された場
合、ホスト２１がブロックＡをＸロックでロックできる
までの経過時間が長くなり、ファイル共有システムで実
行するジョブの実行時間を延ばしてしまうという問題点
がある。さらに、ホスト２２がブロックＡに対して実質
的にＳロック不要なタイミングでＳロックを保持してい
る期間に、ホスト２１からブロックＡのＸロック要求が
実行された場合、ホスト２１がブロックＡをＸロックで
ロックするまでに消費されるＣＰＵ時間が多くなり、フ
ァイル共有システムの処理能力が低下するというという
問題点もある。
【０００５】本発明の目的は、ＭＳＣＰと各ホストの情
報伝達を極力少なくし、ジョブ実行時間の延びとＣＰＵ
処理能力の低下を防ぐことが可能なファイル共有システ
ムのファイルロック方式および方法を提供することにあ
る。
報伝達を極力少なくし、ジョブ実行時間の延びとＣＰＵ
処理能力の低下を防ぐことが可能なファイル共有システ
ムのファイルロック方式および方法を提供することにあ
る。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明のファイル共有シ
ステムのファイルロック方式は、複数のホストコンピュ
ータとマルチシステム制御プロセッサとを含むファイル
共有システム内で、前記複数のホストコンピュータが同
一のファイルを共有しかつ円滑に使用するためのファイ
ル共有システムのファイルロック方式において、前記複
数のホストコンピュータがそれぞれ持つメモリ上に、ロ
ックの対象となるファイルを複数のブロックに分割し前
記ブロックの１つ１つに対応して該当するブロックのロ
ック状態を記憶し表示する複数のロック状態表示部と、
前記複数のホストコンピュータ内に前記マルチシステム
制御プロセッサを介して自己がロック中のブロックに対
する問い合わせを受けると前記ロック状態表示部の表示
内容に従ってアンロック可能か否かを応答するＩ／Ｏプ
ロセッサとを備える構成である。
ステムのファイルロック方式は、複数のホストコンピュ
ータとマルチシステム制御プロセッサとを含むファイル
共有システム内で、前記複数のホストコンピュータが同
一のファイルを共有しかつ円滑に使用するためのファイ
ル共有システムのファイルロック方式において、前記複
数のホストコンピュータがそれぞれ持つメモリ上に、ロ
ックの対象となるファイルを複数のブロックに分割し前
記ブロックの１つ１つに対応して該当するブロックのロ
ック状態を記憶し表示する複数のロック状態表示部と、
前記複数のホストコンピュータ内に前記マルチシステム
制御プロセッサを介して自己がロック中のブロックに対
する問い合わせを受けると前記ロック状態表示部の表示
内容に従ってアンロック可能か否かを応答するＩ／Ｏプ
ロセッサとを備える構成である。
【０００７】本発明のファイル共有システムのファイル
ロック方式は、前記ロック状態表示部が記憶し表示する
ブロックのロック状態として、アンロック状態と、アン
ロック状態に移行可能なロック状態と、アンロック状態
に移行不可なロック状態でかつブロックに対する問い合
わせを受けていない状態と、アンロック状態に移行不可
なロック状態でかつブロックに対する問い合わせを受け
た状態との４種類を有してもよい。
ロック方式は、前記ロック状態表示部が記憶し表示する
ブロックのロック状態として、アンロック状態と、アン
ロック状態に移行可能なロック状態と、アンロック状態
に移行不可なロック状態でかつブロックに対する問い合
わせを受けていない状態と、アンロック状態に移行不可
なロック状態でかつブロックに対する問い合わせを受け
た状態との４種類を有してもよい。
【０００８】本発明のファイル共有システムのファイル
ロック方式は、前記ロック状態表示部を２ビットのメモ
リで構成してもよい。
ロック方式は、前記ロック状態表示部を２ビットのメモ
リで構成してもよい。
【０００９】本発明のファイル共有システムのファイル
ロック方式は、前記マルチシステム制御プロセッサがホ
ストコンピュータのＩ／Ｏプロセッサからのアンロック
可能応答を受けると該当のブロックをアンロックすると
同時に前記問い合わせを発した任意のホストコンピュー
タに前記該当のブロックをロックさせる機能を備えても
よい。
ロック方式は、前記マルチシステム制御プロセッサがホ
ストコンピュータのＩ／Ｏプロセッサからのアンロック
可能応答を受けると該当のブロックをアンロックすると
同時に前記問い合わせを発した任意のホストコンピュー
タに前記該当のブロックをロックさせる機能を備えても
よい。
【００１０】本発明のファイル共有システムのファイル
ロック方法は、複数のホストコンピュータとマルチシス
テム制御プロセッサとを含むファイル共有システム内
で、前記複数のホストコンピュータが同一のファイルを
共有しかつ円滑に使用するためのファイル共有システム
のファイルロック方法において、前記複数のホストコン
ピュータがそれぞれ持つメモリ上にロックの対象となる
ファイルを複数のブロックに分割し前記ブロックの１つ
１つに対応して設けた複数のロック状態表示部にロック
の対象となるブロックのロック状態を記憶し表示し、前
記複数のホストコンピュータ内のＩ／Ｏプロセッサが前
記マルチシステム制御プロセッサを介して自己の属する
ホストコンピュータにロック中のブロックに対する問い
合わせを受けると前記ロック状態表示部の表示内容に従
ってアンロック可能か否かを応答するようにしている。
ロック方法は、複数のホストコンピュータとマルチシス
テム制御プロセッサとを含むファイル共有システム内
で、前記複数のホストコンピュータが同一のファイルを
共有しかつ円滑に使用するためのファイル共有システム
のファイルロック方法において、前記複数のホストコン
ピュータがそれぞれ持つメモリ上にロックの対象となる
ファイルを複数のブロックに分割し前記ブロックの１つ
１つに対応して設けた複数のロック状態表示部にロック
の対象となるブロックのロック状態を記憶し表示し、前
記複数のホストコンピュータ内のＩ／Ｏプロセッサが前
記マルチシステム制御プロセッサを介して自己の属する
ホストコンピュータにロック中のブロックに対する問い
合わせを受けると前記ロック状態表示部の表示内容に従
ってアンロック可能か否かを応答するようにしている。
【００１１】本発明のファイル共有システムのファイル
ロック方法は、マルチシステム制御プロセッサがアンロ
ック可能応答を受け、該当のブロックをアンロックする
と同時に前記問い合わせを発した任意のホストコンピュ
ータに前記該当のブロックをロックさせる機能を備えて
もよい。
ロック方法は、マルチシステム制御プロセッサがアンロ
ック可能応答を受け、該当のブロックをアンロックする
と同時に前記問い合わせを発した任意のホストコンピュ
ータに前記該当のブロックをロックさせる機能を備えて
もよい。
【００１２】［作用］以上のように構成することによっ
て、ＭＳＣＰ３からアンロック伺いアテンション通知３
２３を受けたホスト２のＩ／Ｏプロセッサ（以下ＩＯＰ
と記す）は、該アテンションで指定されたロック状態表
示部（以下ＬＫＳと記す）の表示内容に従って、例え
ば、ロック状態でかつアンロック移行可能状態１０２な
どの状態を確認できるため、ホスト２のＯＳの介在無し
にアンロック可能／不可能何れかの応答コマンド３２４
をＭＳＣＰ３に返信できる。また、ホスト２のＩＯＰが
実行した処理結果は該当ＬＫＳに反映され、（例えば、
図１のアンロック伺いアテンション通知１０８〜１１０
を参照）その結果に基づいて、ホスト２のＯＳが後続の
処理を行うため、矛盾のないロック制御が可能となる。
て、ＭＳＣＰ３からアンロック伺いアテンション通知３
２３を受けたホスト２のＩ／Ｏプロセッサ（以下ＩＯＰ
と記す）は、該アテンションで指定されたロック状態表
示部（以下ＬＫＳと記す）の表示内容に従って、例え
ば、ロック状態でかつアンロック移行可能状態１０２な
どの状態を確認できるため、ホスト２のＯＳの介在無し
にアンロック可能／不可能何れかの応答コマンド３２４
をＭＳＣＰ３に返信できる。また、ホスト２のＩＯＰが
実行した処理結果は該当ＬＫＳに反映され、（例えば、
図１のアンロック伺いアテンション通知１０８〜１１０
を参照）その結果に基づいて、ホスト２のＯＳが後続の
処理を行うため、矛盾のないロック制御が可能となる。
【００１３】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して説明する。
て図面を参照して説明する。
【００１４】図１は本発明の第１の実施の形態のロック
状態表示部の動作を説明する状態遷移図である。
状態表示部の動作を説明する状態遷移図である。
【００１５】図１に示すＬＫＳは、ＭＳＣＰ３が管理す
る全てのロック対象で有るファイルを複数に分割したブ
ロックにそれそれ一対一に対応して存在し、メモリのハ
ードウエア（以下ＨＷと記す）領域に置かれる。
る全てのロック対象で有るファイルを複数に分割したブ
ロックにそれそれ一対一に対応して存在し、メモリのハ
ードウエア（以下ＨＷと記す）領域に置かれる。
【００１６】ＬＫＳの状態１０１は対応するブロックが
アンロック状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０２
は対応するブロックがロック状態かつアンロック移行可
能状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０３は対応す
るブロックがロック状態、アンロック移行不可状態かつ
他ホストからのアンロック伺いアテンションを受信して
いない状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０４は対
応するブロックがロック状態、アンロック移行不可状態
かつ他ホストからのアンロック伺いアテンション受信済
み状態であることを示す。ＬＫＳは２ビットで構成さ
れ、以上説明した４つの状態と図１に示した通りに対応
する。
アンロック状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０２
は対応するブロックがロック状態かつアンロック移行可
能状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０３は対応す
るブロックがロック状態、アンロック移行不可状態かつ
他ホストからのアンロック伺いアテンションを受信して
いない状態であることを示す。ＬＫＳの状態１０４は対
応するブロックがロック状態、アンロック移行不可状態
かつ他ホストからのアンロック伺いアテンション受信済
み状態であることを示す。ＬＫＳは２ビットで構成さ
れ、以上説明した４つの状態と図１に示した通りに対応
する。
【００１７】遷移表示１０５はシステムイニシャライ
ズ、ＩＳＬ（イニシャルプログラムロード）によるＬＫ
Ｓの初期設定であり、ＨＷの制御になる。遷移表示１０
６は無条件にＬＫＳヘ「００」を設定するＣＰＵ命令
（以下ＵＣＬＫＳ００命令と記す）による遷移で、ＬＫ
Ｓの状態１０２、１０３、１０４からＬＫＳの状態１０
１に遷移させることができる。遷移表示１０７はＬＫＳ
=００の場合のみＬＫＳヘ「１１」を設定するＣＰＵ命
令（以下ＵＣＬＫＳ１１命令と記す）による遷移で、Ｌ
ＫＳの状態１０１からＬＫＳの状態１０３に遷移させる
ことができる。遷移表示１１２はＬＫＳ=１１の場合の
みＬＫＳへ「０１」を設定するＣＰＵ命令（以下ＣＬＫ
Ｓ０１命令と記す）による遷移で、ＬＫＳの状態１０３
から ＬＫＳの状態１０２に遷移させることができる。
遷移表示１１１はＬＫＳ=０１の場合のみＬＫＳヘ「１
１」を設定するＣＰＵ命令（以下ＣＬＫＳ１１命令と記
す）による遷移で、ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状
態の１０３に遷移させることができる。遷移表示１０８
はＩＯＰがＭＳＣＰ３からブロック識別情報を伴うアン
ロック伺いのアテンション通知を受信した際、そのブロ
ック識別情報に対応したＬＫＳ=００であった場合に、
ＭＳＣＰ３に対してアンロック不可能の応答コマンドを
返すと共にＬＫＳに「１０」を設定し、ＬＫＳの状態１
０１からＬＫＳの状態１０４に遷移させるものである。
遷移表示１１０も遷移表示１０８と同等であり、遷移前
のＬＫＳ状態が、遷移表示１１０の場合はＬＫＳの状態
１０３であるのに対して、遷移表示１０８の場合はＬＫ
Ｓの状態１０１である相異のみで、ＭＳＣＰ３に対する
応答コマンドを含めてその他は同一である。遷移表示１
０９はＩＯＰがＭＳＣＰ３からブロック識別情報を伴う
アンロック伺いのアテンション通知を受信した際、その
ブロック識別情報に対応したＬＫＳ=０１であった場合
に、ＭＳＣＰ３に対してアンロック可能の応答コマンド
を返すと共にＬＫＳに「００」を設定し、ＬＫＳの状態
１０２からＬＫＳの状態１０１に遷移させるものであ
る。
ズ、ＩＳＬ（イニシャルプログラムロード）によるＬＫ
Ｓの初期設定であり、ＨＷの制御になる。遷移表示１０
６は無条件にＬＫＳヘ「００」を設定するＣＰＵ命令
（以下ＵＣＬＫＳ００命令と記す）による遷移で、ＬＫ
Ｓの状態１０２、１０３、１０４からＬＫＳの状態１０
１に遷移させることができる。遷移表示１０７はＬＫＳ
=００の場合のみＬＫＳヘ「１１」を設定するＣＰＵ命
令（以下ＵＣＬＫＳ１１命令と記す）による遷移で、Ｌ
ＫＳの状態１０１からＬＫＳの状態１０３に遷移させる
ことができる。遷移表示１１２はＬＫＳ=１１の場合の
みＬＫＳへ「０１」を設定するＣＰＵ命令（以下ＣＬＫ
Ｓ０１命令と記す）による遷移で、ＬＫＳの状態１０３
から ＬＫＳの状態１０２に遷移させることができる。
遷移表示１１１はＬＫＳ=０１の場合のみＬＫＳヘ「１
１」を設定するＣＰＵ命令（以下ＣＬＫＳ１１命令と記
す）による遷移で、ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状
態の１０３に遷移させることができる。遷移表示１０８
はＩＯＰがＭＳＣＰ３からブロック識別情報を伴うアン
ロック伺いのアテンション通知を受信した際、そのブロ
ック識別情報に対応したＬＫＳ=００であった場合に、
ＭＳＣＰ３に対してアンロック不可能の応答コマンドを
返すと共にＬＫＳに「１０」を設定し、ＬＫＳの状態１
０１からＬＫＳの状態１０４に遷移させるものである。
遷移表示１１０も遷移表示１０８と同等であり、遷移前
のＬＫＳ状態が、遷移表示１１０の場合はＬＫＳの状態
１０３であるのに対して、遷移表示１０８の場合はＬＫ
Ｓの状態１０１である相異のみで、ＭＳＣＰ３に対する
応答コマンドを含めてその他は同一である。遷移表示１
０９はＩＯＰがＭＳＣＰ３からブロック識別情報を伴う
アンロック伺いのアテンション通知を受信した際、その
ブロック識別情報に対応したＬＫＳ=０１であった場合
に、ＭＳＣＰ３に対してアンロック可能の応答コマンド
を返すと共にＬＫＳに「００」を設定し、ＬＫＳの状態
１０２からＬＫＳの状態１０１に遷移させるものであ
る。
【００１８】図２はＯＳからＬＫＳを制御するために設
けられたＣＰＵ命令であるＵＣＬＫＳ００命令、ＵＣＬ
ＫＳ１１命令、ＣＬＫＳ０１命令及びＣＬＫＳ１１命令
を使用したＯＳによる制御方法を示した図である。
けられたＣＰＵ命令であるＵＣＬＫＳ００命令、ＵＣＬ
ＫＳ１１命令、ＣＬＫＳ０１命令及びＣＬＫＳ１１命令
を使用したＯＳによる制御方法を示した図である。
【００１９】図２分図（ａ）はＯＳがブロックのロック
を必要とする時の制御方法を説明する流れ図である。
を必要とする時の制御方法を説明する流れ図である。
【００２０】まず、ブロックのロックを必要とするホス
トのＯＳが、ステップ（以下Ｓと記す）２０１でＣＬＫ
Ｓ１１命令を発行し実行する。この命令の実行結果はそ
のときのＬＫＳの状態であるコンディションコード（以
下ＣＣと記す）の値として現れるので、Ｓ２０２で確認
する。
トのＯＳが、ステップ（以下Ｓと記す）２０１でＣＬＫ
Ｓ１１命令を発行し実行する。この命令の実行結果はそ
のときのＬＫＳの状態であるコンディションコード（以
下ＣＣと記す）の値として現れるので、Ｓ２０２で確認
する。
【００２１】即ちＳ２０２でＣＣ=１（更新前ＬＫＳ=０
１）であると判別した場合は、Ｓ２０１の実行の結果、
ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状態１０３に遷移でき
たことを示しているので、ＭＳＣＰ３ヘロック要求Ｉ／
Ｏを発行せずとも必要とするブロックをロックできたこ
とまた、Ｓ２０２でＣＣ=０の場合、ＬＫＳの状態１０
１でＳ２０１が実行されたことを示しているので、Ｓ２
０３でＭＳＣＰ３ヘロック要求Ｉ／Ｏを発行し、必要と
するロックを取得し、Ｓ２０４でＵＣＬＫＳ１１命令を
実行し、改めて該当するブロックをロックする必要があ
る。
１）であると判別した場合は、Ｓ２０１の実行の結果、
ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状態１０３に遷移でき
たことを示しているので、ＭＳＣＰ３ヘロック要求Ｉ／
Ｏを発行せずとも必要とするブロックをロックできたこ
とまた、Ｓ２０２でＣＣ=０の場合、ＬＫＳの状態１０
１でＳ２０１が実行されたことを示しているので、Ｓ２
０３でＭＳＣＰ３ヘロック要求Ｉ／Ｏを発行し、必要と
するロックを取得し、Ｓ２０４でＵＣＬＫＳ１１命令を
実行し、改めて該当するブロックをロックする必要があ
る。
【００２２】図２分図（ｂ）はＯＳでロックが不必要に
なった時の制御方法を説明する流れ図である。
なった時の制御方法を説明する流れ図である。
【００２３】まず、ブロックのロックを不必要とするホ
ストのＯＳが、Ｓ２０５でＣＬＫＳ０１命令を発行し実
行する。この命令の実行結果はその後のＣＣの値として
現れるので、Ｓ２０６で確認する。
ストのＯＳが、Ｓ２０５でＣＬＫＳ０１命令を発行し実
行する。この命令の実行結果はその後のＣＣの値として
現れるので、Ｓ２０６で確認する。
【００２４】即ちＳ２０６でＣＣ=３（更新前=ＬＫＳ１
１）であると判別した場合は、Ｓ２０５によってＬＫＳ
の状態１０３からＬＫＳの状態１０２に遷移できたこと
を示し、ＭＳＣＰ３ヘアンロック要求Ｉ／Ｏを発行せず
とも良いことがわかる。Ｓ２０６でＣＣ=２の場合、Ｌ
ＫＳの状態１０４でＳ２０５が実行されたことを示して
いるので、該当ロック取得待ちの他ホストにそのロック
を取得させるため、Ｓ２０７でＭＳＣＰ３ヘアンロック
要求Ｉ／Ｏを発行し、ＭＳＣＰ３内でロック不要となっ
たブロックをアンロックし、Ｓ２０８でＵＣＬＫＳ００
命令を実行し、ホスト内のＬＫＳをアンロック状態とす
る。
１）であると判別した場合は、Ｓ２０５によってＬＫＳ
の状態１０３からＬＫＳの状態１０２に遷移できたこと
を示し、ＭＳＣＰ３ヘアンロック要求Ｉ／Ｏを発行せず
とも良いことがわかる。Ｓ２０６でＣＣ=２の場合、Ｌ
ＫＳの状態１０４でＳ２０５が実行されたことを示して
いるので、該当ロック取得待ちの他ホストにそのロック
を取得させるため、Ｓ２０７でＭＳＣＰ３ヘアンロック
要求Ｉ／Ｏを発行し、ＭＳＣＰ３内でロック不要となっ
たブロックをアンロックし、Ｓ２０８でＵＣＬＫＳ００
命令を実行し、ホスト内のＬＫＳをアンロック状態とす
る。
【００２５】図３はブロック更新時の動作（その１）を
説明するシーケンス図である。
説明するシーケンス図である。
【００２６】ホスト１によるブロックＡのＸロック要求
３０２を受け付けたＭＳＣＰ３は、ホスト２がブロック
ＡをＳロックでロック中の状態３０１である場合に、ホ
スト２のＩＯＰに対してアンロック伺いのアテンション
３０３を送信する。このアテンション３０３を受信した
ホスト２のＩＯＰは、ＬＫＳの状態を見て、ＬＫＳの状
態１０３であれば、ＯＳに通知すること無しにＭＳＣＰ
３に対してアンロック不可能の応答コマンド３０４を送
信すると共に、ＬＫＳの状態１０３からＬＫＳの状態１
０４に遷移させる。この応答コマンド３０４を受信した
ＭＳＣＰ３は、ホスト１に対してロック待ち発生ターミ
ネーション３０５を送信すると共に、ＭＳＣＰ３内でホ
スト１がブロックＡのＸロック要求待ちになっているこ
とを記憶する。
３０２を受け付けたＭＳＣＰ３は、ホスト２がブロック
ＡをＳロックでロック中の状態３０１である場合に、ホ
スト２のＩＯＰに対してアンロック伺いのアテンション
３０３を送信する。このアテンション３０３を受信した
ホスト２のＩＯＰは、ＬＫＳの状態を見て、ＬＫＳの状
態１０３であれば、ＯＳに通知すること無しにＭＳＣＰ
３に対してアンロック不可能の応答コマンド３０４を送
信すると共に、ＬＫＳの状態１０３からＬＫＳの状態１
０４に遷移させる。この応答コマンド３０４を受信した
ＭＳＣＰ３は、ホスト１に対してロック待ち発生ターミ
ネーション３０５を送信すると共に、ＭＳＣＰ３内でホ
スト１がブロックＡのＸロック要求待ちになっているこ
とを記憶する。
【００２７】ホスト２がブロックＡの参照動作を完了
し、そのＳロックが実質的に不要になった場合、図２分
図（ｂ）の制御方法を用いる。この時点でＬＫＳ状態が
ＬＫＳの状態１０４であるため、Ｓ２０６でＣＣ=２と
なり、Ｓ２０７およびＳ２０８が実行されることにな
る。Ｓ２０７の実行に対応するのがブロックＡのアンロ
ック要求３０６である。この要求３０６を受信したＭＳ
ＣＰ３は、ホスト２に対して正常終了ターミネーション
３０７を送信すると共に、このブロックＡのＸロック要
求待ちになっているホスト１をＸロックでロック中の状
態３０９とし、同時にホスト１にロック成功アテンショ
ン３０８を送信する。
し、そのＳロックが実質的に不要になった場合、図２分
図（ｂ）の制御方法を用いる。この時点でＬＫＳ状態が
ＬＫＳの状態１０４であるため、Ｓ２０６でＣＣ=２と
なり、Ｓ２０７およびＳ２０８が実行されることにな
る。Ｓ２０７の実行に対応するのがブロックＡのアンロ
ック要求３０６である。この要求３０６を受信したＭＳ
ＣＰ３は、ホスト２に対して正常終了ターミネーション
３０７を送信すると共に、このブロックＡのＸロック要
求待ちになっているホスト１をＸロックでロック中の状
態３０９とし、同時にホスト１にロック成功アテンショ
ン３０８を送信する。
【００２８】このロック成功アテンション３０８を受信
したホスト１は、目的とするブロックＡの更新を完了
後、ブロックＡのロック種別変更（Ｘ→Ｓへ）要求３１
０をＭＳＣＰ３に送信する。この要求３１０を受信した
ＭＳＣＰ３は、ブロックＡをホスト１がＳロックでロッ
ク中の状態３１２に変更すると共に、ホスト１に対して
正常終了ターミネーション３１１を送信する。この正常
終了ターミネーション３１１を受信したホスト１は、自
ホスト内のブロックＡのＬＫＳ状態をＬＫＳの状態１０
２に遷移させ、後続の動作に対応することになる。
したホスト１は、目的とするブロックＡの更新を完了
後、ブロックＡのロック種別変更（Ｘ→Ｓへ）要求３１
０をＭＳＣＰ３に送信する。この要求３１０を受信した
ＭＳＣＰ３は、ブロックＡをホスト１がＳロックでロッ
ク中の状態３１２に変更すると共に、ホスト１に対して
正常終了ターミネーション３１１を送信する。この正常
終了ターミネーション３１１を受信したホスト１は、自
ホスト内のブロックＡのＬＫＳ状態をＬＫＳの状態１０
２に遷移させ、後続の動作に対応することになる。
【００２９】図４はブロック更新時の動作（その２）を
説明するシーケンス図である。
説明するシーケンス図である。
【００３０】ロック状態３２１はホスト２がブロックＡ
をＬＫＳの状態１０２でＳロックしている状態である。
をＬＫＳの状態１０２でＳロックしている状態である。
【００３１】ブロック更新時の動作（その１）と同様
に、ホスト１からＭＳＣＰ３に対してブロックＡのＸロ
ック要求３２２を発行した際、このＸロック要求３２２
を受けたＭＳＣＰ３は、該当ブロックＡをロックしてい
るホスト２のＩＯＰに対してブロック識別情報を伴うア
ンロック伺いのアテンション３２３を送信する。このア
テンション３２３を受信したホスト２のＩＯＰは、ＬＫ
Ｓ状態が ＬＫＳの状態１０２の場合、この受信したア
テンション３２３をＯＳに通知すること無しに、ＭＳＣ
Ｐ３に対してアンロック可能の応答コマンド３２４を送
信すると共に、ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状態１
０１に遷移させる。応答コマンド３２４を受信したＭＳ
ＣＰ３は、ホスト１に対して正常終了（ロック成功）タ
ーミネーション３２５を送信すると共に、ホスト１がブ
ロックＡをＸロックでロック中の状態３２６とする。
に、ホスト１からＭＳＣＰ３に対してブロックＡのＸロ
ック要求３２２を発行した際、このＸロック要求３２２
を受けたＭＳＣＰ３は、該当ブロックＡをロックしてい
るホスト２のＩＯＰに対してブロック識別情報を伴うア
ンロック伺いのアテンション３２３を送信する。このア
テンション３２３を受信したホスト２のＩＯＰは、ＬＫ
Ｓ状態が ＬＫＳの状態１０２の場合、この受信したア
テンション３２３をＯＳに通知すること無しに、ＭＳＣ
Ｐ３に対してアンロック可能の応答コマンド３２４を送
信すると共に、ＬＫＳの状態１０２からＬＫＳの状態１
０１に遷移させる。応答コマンド３２４を受信したＭＳ
ＣＰ３は、ホスト１に対して正常終了（ロック成功）タ
ーミネーション３２５を送信すると共に、ホスト１がブ
ロックＡをＸロックでロック中の状態３２６とする。
【００３２】このターミネーション３２５を受信したホ
スト１は、目的とするブロックＡの更新を完了後、ブロ
ックＡのロック種別変更（Ｘ→Ｓへ）要求３２７をＭＳ
ＣＰ３に送信する。この要求３２７を受信したＭＳＣＰ
３は、ブロックＡをホスト１がＳロックでロック中の状
態３２８に変更すると共に、ホスト１に対して正常終了
ターミネーション３２９を送信する。この正常終了ター
ミネーション３２９を受信したホスト１は、自ホスト内
のブロックＡのＬＫＳ状態をＬＫＳの状態１０２に遷移
させ、後続の動作に対応することになる。
スト１は、目的とするブロックＡの更新を完了後、ブロ
ックＡのロック種別変更（Ｘ→Ｓへ）要求３２７をＭＳ
ＣＰ３に送信する。この要求３２７を受信したＭＳＣＰ
３は、ブロックＡをホスト１がＳロックでロック中の状
態３２８に変更すると共に、ホスト１に対して正常終了
ターミネーション３２９を送信する。この正常終了ター
ミネーション３２９を受信したホスト１は、自ホスト内
のブロックＡのＬＫＳ状態をＬＫＳの状態１０２に遷移
させ、後続の動作に対応することになる。
【００３３】
【発明の効果】以上説明したように、本発明は、複数の
ホストがそれぞれ持つメモリ上にロックの対象となるフ
ァイルを複数のブロックに分割し、ブロックの１つ１つ
に対応して設けた複数のＬＫＳにロックの対象となるブ
ロックのロック状態を記憶し表示し、複数のホスト内の
ＩＯＰがＭＳＣＰを介して自己の属するホストにロック
中のブロックに対する問い合わせを受けるとＬＫＳの表
示内容に従ってアンロック可能か否かを応答し、ＭＳＣ
Ｐがアンロック可能応答を受け、該当のブロックをアン
ロックすると同時に前記問い合わせを発した任意のホス
トに前記該当のブロックをロックさせるようにしている
ので、ＭＳＣＰと各ホストの情報伝達を極力少なくし、
ジョブ実行時間の延びとＣＰＵ処理能力の低下を防ぐこ
とが可能となるという効果が有る。
ホストがそれぞれ持つメモリ上にロックの対象となるフ
ァイルを複数のブロックに分割し、ブロックの１つ１つ
に対応して設けた複数のＬＫＳにロックの対象となるブ
ロックのロック状態を記憶し表示し、複数のホスト内の
ＩＯＰがＭＳＣＰを介して自己の属するホストにロック
中のブロックに対する問い合わせを受けるとＬＫＳの表
示内容に従ってアンロック可能か否かを応答し、ＭＳＣ
Ｐがアンロック可能応答を受け、該当のブロックをアン
ロックすると同時に前記問い合わせを発した任意のホス
トに前記該当のブロックをロックさせるようにしている
ので、ＭＳＣＰと各ホストの情報伝達を極力少なくし、
ジョブ実行時間の延びとＣＰＵ処理能力の低下を防ぐこ
とが可能となるという効果が有る。
【図１】本発明の第１の実施の形態のロック状態表示部
の動作を説明する状態遷移図である。
の動作を説明する状態遷移図である。
【図２】ＯＳからＬＫＳを制御するために設けられたＣ
ＰＵ命令であるＵＣＬＫＳ００命令、ＵＣＬＫＳ１１命
令、ＣＬＫＳ０１命令及びＣＬＫＳ１１命令を使用した
ＯＳによる制御方法を示した図である。
ＰＵ命令であるＵＣＬＫＳ００命令、ＵＣＬＫＳ１１命
令、ＣＬＫＳ０１命令及びＣＬＫＳ１１命令を使用した
ＯＳによる制御方法を示した図である。
【図３】ブロック更新時の動作（その１）を説明するシ
ーケンス図である。
ーケンス図である。
【図４】ブロック更新時の動作（その２）を説明するシ
ーケンス図である。
ーケンス図である。
【図５】従来のファイル共有システムのブロック更新時
の動作を説明するシーケンス図である。
の動作を説明するシーケンス図である。
１，２ ホストコンピュータ（ホスト） ３ マルチシステム制御プロセッサ（ＭＳＣＰ） １０１，１０２，１０３，１０４ ロック状態表示部
（ＬＫＳ）の状態 １０５，１０６，１０７，１０８，１０９，１１０，１
１１，１１２ 遷移表示
（ＬＫＳ）の状態 １０５，１０６，１０７，１０８，１０９，１１０，１
１１，１１２ 遷移表示
Claims (6)
- 【請求項１】 複数のホストコンピュータとマルチシス
テム制御プロセッサとを含むファイル共有システム内
で、前記複数のホストコンピュータが同一のファイルを
共有しかつ円滑に使用するためのファイル共有システム
のファイルロック方式において、前記複数のホストコン
ピュータがそれぞれ持つメモリ上に、ロックの対象とな
るファイルを複数のブロックに分割し前記ブロックの１
つ１つに対応して該当するブロックのロック状態を記憶
し表示する複数のロック状態表示部と、前記複数のホス
トコンピュータ内に前記マルチシステム制御プロセッサ
を介して自己がロック中のブロックに対する問い合わせ
を受けると前記ロック状態表示部の表示内容に従ってア
ンロック可能か否かを応答するＩ／Ｏプロセッサとを備
えることを特徴とするファイル共有システムのファイル
ロック方式。 - 【請求項２】 前記ロック状態表示部が記憶し表示する
ブロックのロック状態として、アンロック状態と、アン
ロック状態に移行可能なロック状態と、アンロック状態
に移行不可なロック状態でかつブロックに対する問い合
わせを受けていない状態と、アンロック状態に移行不可
なロック状態でかつブロックに対する問い合わせを受け
た状態との４種類を有することを特徴とする請求項１記
載のファイル共有システムのファイルロック方式。 - 【請求項３】 前記ロック状態表示部は２ビットのメモ
リで構成されることを特徴とする請求項１記載のファイ
ル共有システムのファイルロック方式。 - 【請求項４】 前記マルチシステム制御プロセッサがホ
ストコンピュータのＩ／Ｏプロセッサからのアンロック
可能応答を受けると該当のブロックをアンロックすると
同時に前記問い合わせを発した任意のホストコンピュー
タに前記該当のブロックをロックさせる機能を備えるこ
とを特徴とする請求項１記載のファイル共有システムの
ファイルロック方式。 - 【請求項５】 複数のホストコンピュータとマルチシス
テム制御プロセッサとを含むファイル共有システム内
で、前記複数のホストコンピュータが同一のファイルを
共有しかつ円滑に使用するためのファイル共有システム
のファイルロック方法において、前記複数のホストコン
ピュータがそれぞれ持つメモリ上にロックの対象となる
ファイルを複数のブロックに分割し前記ブロックの１つ
１つに対応して設けた複数のロック状態表示部にロック
の対象となるブロックのロック状態を記憶し表示し、前
記複数のホストコンピュータ内のＩ／Ｏプロセッサが前
記マルチシステム制御プロセッサを介して自己の属する
ホストコンピュータにロック中のブロックに対する問い
合わせを受けると前記ロック状態表示部の表示内容に従
ってアンロック可能か否かを応答することを特徴とする
ファイル共有システムのファイルロック方法。 - 【請求項６】 前記マルチシステム制御プロセッサがア
ンロック可能応答を受け、該当のブロックをアンロック
すると同時に前記問い合わせを発した任意のホストコン
ピュータに前記該当のブロックをロックさせる機能を備
えることを特徴とする請求項５記載のファイル共有シス
テムのファイルロック方式および方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10045618A JPH11250016A (ja) | 1998-02-26 | 1998-02-26 | ファイル共有システムのファイルロック方式および方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10045618A JPH11250016A (ja) | 1998-02-26 | 1998-02-26 | ファイル共有システムのファイルロック方式および方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11250016A true JPH11250016A (ja) | 1999-09-17 |
Family
ID=12724376
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10045618A Pending JPH11250016A (ja) | 1998-02-26 | 1998-02-26 | ファイル共有システムのファイルロック方式および方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH11250016A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN115934743A (zh) * | 2023-03-13 | 2023-04-07 | 浪潮电子信息产业股份有限公司 | 一种文件锁管理方法、系统、设备及计算机可读存储介质 |
-
1998
- 1998-02-26 JP JP10045618A patent/JPH11250016A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN115934743A (zh) * | 2023-03-13 | 2023-04-07 | 浪潮电子信息产业股份有限公司 | 一种文件锁管理方法、系统、设备及计算机可读存储介质 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20010321 |