JPS595331A - 磁気デイスク・サブシステムにおける待ち合せ方式 - Google Patents
磁気デイスク・サブシステムにおける待ち合せ方式Info
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- JPS595331A JPS595331A JP11442182A JP11442182A JPS595331A JP S595331 A JPS595331 A JP S595331A JP 11442182 A JP11442182 A JP 11442182A JP 11442182 A JP11442182 A JP 11442182A JP S595331 A JPS595331 A JP S595331A
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- report
- drive
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
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- Engineering & Computer Science (AREA)
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分骨〕
本発明は、性能差の大きい複数ホストから共用接続され
る磁気ディスク・サブシステムにおいて。
る磁気ディスク・サブシステムにおいて。
ドライブ使用中等いわゆるビジー状態検出時の待ち合せ
方式に関する。
方式に関する。
第１図は一般的な磁気ディスク・サブシステムの概要を
示すブロック図、第２図は性能差の大きい複数ホストか
ら共用接続された磁気ディスク・サブシステムの問題点
を説明するために模型化して示したシステムのブロック
図、第３図は第２図のシステムにおける各ホストの入出
力要求と処理状態を示す図である。
示すブロック図、第２図は性能差の大きい複数ホストか
ら共用接続された磁気ディスク・サブシステムの問題点
を説明するために模型化して示したシステムのブロック
図、第３図は第２図のシステムにおける各ホストの入出
力要求と処理状態を示す図である。
図において、ｌと２はホスト、３ないし６はチャネル装
置、７と８は制御装置、９と１０はアダプタ、１１ない
し１３はドライブを示す。
置、７と８は制御装置、９と１０はアダプタ、１１ない
し１３はドライブを示す。
第１図に示すように今日の計算機システムにおいては、
磁気ディスク・サブシステムは、複数の制御装置７．８
と複数のアダプタ９，１０及び複数のドライブ１１，１
２で構成されるのが一般的である。この場合、各ホスト
１．２の性能とドライブ１１，１２へのアクセス形態は
まちまちである事が多い。サブシステムからは、入出力
要求の発行頻度の異なるホストから共用されている様に
見える。第１図において、ドライブ１１に対して、ホス
）１からは、チャネル装置３、制御装置７、そしてアダ
プタ９を通るアクセス・バスとチャネル装置４、制御装
置８、そしてアダプタ９を通るアクセス・バスを有し、
ホスト２からは、チャネル装置５、制御装置７、そして
アダプタ９を通るアクセス・バスとチャネル装置６、制
御装置８、そしてアダプタ９を通るアクセス・バスを有
している。制御装置７と８及びアダプタ９とｌＯでは一
種の論理スイッチによりバスが切り換えられる。
磁気ディスク・サブシステムは、複数の制御装置７．８
と複数のアダプタ９，１０及び複数のドライブ１１，１
２で構成されるのが一般的である。この場合、各ホスト
１．２の性能とドライブ１１，１２へのアクセス形態は
まちまちである事が多い。サブシステムからは、入出力
要求の発行頻度の異なるホストから共用されている様に
見える。第１図において、ドライブ１１に対して、ホス
）１からは、チャネル装置３、制御装置７、そしてアダ
プタ９を通るアクセス・バスとチャネル装置４、制御装
置８、そしてアダプタ９を通るアクセス・バスを有し、
ホスト２からは、チャネル装置５、制御装置７、そして
アダプタ９を通るアクセス・バスとチャネル装置６、制
御装置８、そしてアダプタ９を通るアクセス・バスを有
している。制御装置７と８及びアダプタ９とｌＯでは一
種の論理スイッチによりバスが切り換えられる。
ここで、チャネル装置３かも制御装置７、アダプタ９を
通るアクセス・バスを使ってドライブ１１への入出力処
理が行われているときは、チャネル装置５から制御装置
７ｆｔ／通る入出力要求、及び制御装置８からアダプタ
９を通る入出力要求に対してビジー・スティタスがその
要求元に報告される。
通るアクセス・バスを使ってドライブ１１への入出力処
理が行われているときは、チャネル装置５から制御装置
７ｆｔ／通る入出力要求、及び制御装置８からアダプタ
９を通る入出力要求に対してビジー・スティタスがその
要求元に報告される。
なお、制御装置は、（例えば電気雑誌［ＦＵＪＩＴＳＵ
Ｊ。
Ｊ。
Ｖｏｌ、２９ 、 Ｎｏ、６ 、富士通株式会社発行、
第１００２頁ないし第１００５頁に示されているように
）複雑な制御を可能にし、しかも高い保守性を具備する
よ５に、マイクロプログラム制御方式をとっている＠制
御装置の１マシン・サイクルごとに読み出されるマイク
ロインストラクシ璽ンが逐次実行されることにより、チ
ャネル装置あるいはアダプタ・ドライブへの指令が発行
され、コマンドの実行にともなう一連の処理が可能とな
る。制御装置は、チャネル・インタフェース部、データ
転送部、論理演算部、コントロール・メモリ部、ローダ
部、及びアダプタ・インタフェース部に分けられ、コン
トロール・メモリ部にマイクロプログラムが格納される
。第１図の点線枠内に示したのは４台のチャネル装置が
結合されるチャネル・スイッチの例であり、その切替方
法は次のように行われる。
第１００２頁ないし第１００５頁に示されているように
）複雑な制御を可能にし、しかも高い保守性を具備する
よ５に、マイクロプログラム制御方式をとっている＠制
御装置の１マシン・サイクルごとに読み出されるマイク
ロインストラクシ璽ンが逐次実行されることにより、チ
ャネル装置あるいはアダプタ・ドライブへの指令が発行
され、コマンドの実行にともなう一連の処理が可能とな
る。制御装置は、チャネル・インタフェース部、データ
転送部、論理演算部、コントロール・メモリ部、ローダ
部、及びアダプタ・インタフェース部に分けられ、コン
トロール・メモリ部にマイクロプログラムが格納される
。第１図の点線枠内に示したのは４台のチャネル装置が
結合されるチャネル・スイッチの例であり、その切替方
法は次のように行われる。
（リ チャネル装置からコマンドが発行されると、自動
的に切替わるダイナミックスイッチ方式（２）オペレー
タやシステムの構成制御装置の指令で切替えを行うスタ
ティックスイッチ方式これらのスイッチ方式（りと（２
）が組合わさって切替機能をはたしている。
的に切替わるダイナミックスイッチ方式（２）オペレー
タやシステムの構成制御装置の指令で切替えを行うスタ
ティックスイッチ方式これらのスイッチ方式（りと（２
）が組合わさって切替機能をはたしている。
本発明によって解決しようとする問題は、上述の入出力
要求発行頻度の差が大きいときに発生する。次に、第１
図を模型化した第２図及び入出力要求と処理状態を示す
第３図を参照しつつ説明する。第２図において、ドライ
ブ１３と総称したものの中には、複数のアクセス・バス
を構成する制御装置やアダプタが含ずれており、一つの
ドライブ１３が性能差の大きい二つのホスト、即ち低速
ＣＰＵで構成するホスト１と高速ＣＰＵで構成するホス
ト２で共用されようとしている。このホストＣＰＵの性
能差は、サブシステムに対する入出力要求の発行頻度と
なって表われる。即ち、一つの入出力処理完了通知後、
そのホストが次の入出力要求を発行するまでの時間が違
って見える。今、ホスト２があるドライブに対し高頻度
で入出力処理を発行している状態が第３図に示す状態で
ある。
要求発行頻度の差が大きいときに発生する。次に、第１
図を模型化した第２図及び入出力要求と処理状態を示す
第３図を参照しつつ説明する。第２図において、ドライ
ブ１３と総称したものの中には、複数のアクセス・バス
を構成する制御装置やアダプタが含ずれており、一つの
ドライブ１３が性能差の大きい二つのホスト、即ち低速
ＣＰＵで構成するホスト１と高速ＣＰＵで構成するホス
ト２で共用されようとしている。このホストＣＰＵの性
能差は、サブシステムに対する入出力要求の発行頻度と
なって表われる。即ち、一つの入出力処理完了通知後、
そのホストが次の入出力要求を発行するまでの時間が違
って見える。今、ホスト２があるドライブに対し高頻度
で入出力処理を発行している状態が第３図に示す状態で
ある。
ホスト２の入出力処理中にホスト１から起動があるとビ
ジー・スティタスを報告しく第３図■）、ホス）ｌのＯ
８による待ち合せが行われる。その後、ホスト２の処理
が終了すると、ドライブ空を通知するデバイス・エンド
がホスト１に報告され、これを契機に０８で待ち合せて
いた入出力要求が再発行される（第３図■）。ホスト１
による再発行よりもホスト２からの次の入出力要求の方
が早く到着すると、ホス）１には再びビジー・スティタ
スが報告される。
ジー・スティタスを報告しく第３図■）、ホス）ｌのＯ
８による待ち合せが行われる。その後、ホスト２の処理
が終了すると、ドライブ空を通知するデバイス・エンド
がホスト１に報告され、これを契機に０８で待ち合せて
いた入出力要求が再発行される（第３図■）。ホスト１
による再発行よりもホスト２からの次の入出力要求の方
が早く到着すると、ホス）１には再びビジー・スティタ
スが報告される。
デバイス・エンドがホスト１に報告されてから入出力要
求が再発行されるまでに要する時間Ｔ、が、ホスト２の
入出力処理が終了してからホスト２から次の入出力要求
を発行するまでに璧する時間Ｔ１に比べて長い場合には
、ホス）２が高頻度で入出力要求を発行していると、上
述のような状態が続き、ホス）１はビジー→デバイス・
エンド報告をくり返しているのみで、−切仕事をしなく
なり、いわゆるデッド・ロック状態に陥る。
求が再発行されるまでに要する時間Ｔ、が、ホスト２の
入出力処理が終了してからホスト２から次の入出力要求
を発行するまでに璧する時間Ｔ１に比べて長い場合には
、ホス）２が高頻度で入出力要求を発行していると、上
述のような状態が続き、ホス）１はビジー→デバイス・
エンド報告をくり返しているのみで、−切仕事をしなく
なり、いわゆるデッド・ロック状態に陥る。
本発明は、上述のような高速ｃｐｕと低速ＣＰＵ間で発
生する共用ドライブのデッド・ロック状態への突入を防
止する待ち合せ方式を提供することを目的とするもので
ある。
生する共用ドライブのデッド・ロック状態への突入を防
止する待ち合せ方式を提供することを目的とするもので
ある。
そのために本発明の待ち合せ方式は、複数個のホス）計
算機と、該ホスト計算機に接続される複数個のチャネル
装置と、該チャネル装置に接続される複数個の制御装置
と、線制御装置により制御される複数個のドライブとを
備え、上記複数個のホスト計算機によって各ドライブが
共用できるようになった磁気ディスク・サブシステムに
おいて、上記制御装置の中に、自己配下にあるドライブ
対応に、ビジー・カウンタと、ドライブ使用要求に対し
てドライブ・ビジーが報告されたときに上記ビジー・カ
ウンタの内容を更新するビジー・カウンタ更新手段と、
上記ビジー・カウンタがオーバー・フローしていない状
態の下でドライブ使用要求に対してドライブ・ビジーが
報告されたときに対応するチャネルに対してビジー報告
を行うビジー報告手段と、上記ビジー・カウンタがオー
バー・フローしている状態の下でドライブ使用要求に対
してドライブ・ビジーが報告されたときに対応するチャ
ネルに対してリトライ報告を行うリトライ報告手段と、
ビジー報告をしたことを記憶するビジー報告記憶手段と
、リトライ報告をしたことを記憶するＩＪ ）ライ報告
記憶手段と、上記ビジー報告記憶手段がビジー報告を記
憶している状態の丁で対応するドライブからビジー解除
報告がなされた場合には先にビジー報告をしたチャネル
に対してデバイス・エンド報告を行うデバイス・エンド
報告手段と、上記す）ライ報告記憶手段がＩＪ ）ライ
報告を記憶している状態の下で対応するドライブからビ
ジー解除報告がなされた場合には先のりトライ報告をし
たチャネルに対してコマンド・チェイン再開デバイス・
エンド報告を行うコマンド・チェイン再開デバイス・エ
ンド報告手段とを設けたことを特徴とするものである。
算機と、該ホスト計算機に接続される複数個のチャネル
装置と、該チャネル装置に接続される複数個の制御装置
と、線制御装置により制御される複数個のドライブとを
備え、上記複数個のホスト計算機によって各ドライブが
共用できるようになった磁気ディスク・サブシステムに
おいて、上記制御装置の中に、自己配下にあるドライブ
対応に、ビジー・カウンタと、ドライブ使用要求に対し
てドライブ・ビジーが報告されたときに上記ビジー・カ
ウンタの内容を更新するビジー・カウンタ更新手段と、
上記ビジー・カウンタがオーバー・フローしていない状
態の下でドライブ使用要求に対してドライブ・ビジーが
報告されたときに対応するチャネルに対してビジー報告
を行うビジー報告手段と、上記ビジー・カウンタがオー
バー・フローしている状態の下でドライブ使用要求に対
してドライブ・ビジーが報告されたときに対応するチャ
ネルに対してリトライ報告を行うリトライ報告手段と、
ビジー報告をしたことを記憶するビジー報告記憶手段と
、リトライ報告をしたことを記憶するＩＪ ）ライ報告
記憶手段と、上記ビジー報告記憶手段がビジー報告を記
憶している状態の丁で対応するドライブからビジー解除
報告がなされた場合には先にビジー報告をしたチャネル
に対してデバイス・エンド報告を行うデバイス・エンド
報告手段と、上記す）ライ報告記憶手段がＩＪ ）ライ
報告を記憶している状態の下で対応するドライブからビ
ジー解除報告がなされた場合には先のりトライ報告をし
たチャネルに対してコマンド・チェイン再開デバイス・
エンド報告を行うコマンド・チェイン再開デバイス・エ
ンド報告手段とを設けたことを特徴とするものである。
以下、本発明を図面を参照しつつ説明する。
第４図は本発明の１実施例を示す回路構成図、第５図は
本発明で使用されるチャネル装置の処理を示すフロー・
チャートである。第４図において、１４７２いし１８は
アンド・ゲート、１９はビジー・カウンタ、２０と２１
はラッチ回路を示す。
本発明で使用されるチャネル装置の処理を示すフロー・
チャートである。第４図において、１４７２いし１８は
アンド・ゲート、１９はビジー・カウンタ、２０と２１
はラッチ回路を示す。
第４図に示す回路は、制御装置内に設けられるものであ
り、１４ないし２１の回路要素は制御装置配下のドライ
ブの台数分設けられる。
り、１４ないし２１の回路要素は制御装置配下のドライ
ブの台数分設けられる。
チャネル装置からの入出力要求を示すセレクト信号がア
ンド・ゲー）１４の一方の端子に供給され、そのセレク
ト信号に対して該当するドライブがビジー状態であるこ
とを示すドライブ・ビジー信号がアンド・ゲート１４の
他方の入力端子に供給される。アンド・ゲート１４の出
力端子はビジー・カウンタ１９のカウント入力端子とア
ンド・ゲー）１５の一方の入力端子とアンド・ゲー）１
６の一方の入力端子に接続される。
ンド・ゲー）１４の一方の端子に供給され、そのセレク
ト信号に対して該当するドライブがビジー状態であるこ
とを示すドライブ・ビジー信号がアンド・ゲート１４の
他方の入力端子に供給される。アンド・ゲート１４の出
力端子はビジー・カウンタ１９のカウント入力端子とア
ンド・ゲー）１５の一方の入力端子とアンド・ゲー）１
６の一方の入力端子に接続される。
ビジー拳カウンタ１９のすセット端子には、該当するド
ライブの入出力要求が実行されたとき送られてくる入出
力実行信号が供給され、ビジー・カウンタ１９のオーバ
ー書フロ一端子はアンド・ゲート１５の他方の入力端子
とアンド・ゲート１６の他方のインヒビット入力端子に
接続される〇ビジー・カウンタ１９はアンド・ゲート１
４の論理「ｌ」の出力即ちドライブ・セレクトに対して
ドライブ・ビジー信号が報告された回数を計数し、とリ
セットされる。アンド・ゲート１５の出力端子はラッチ
回路２０のセット端子に接続されると共にアンド・ゲー
）１５の出力端子からチャネル装置にＩＪ ）ライ報告
信号が送られる。アンド・ゲート１６の出力端子はラッ
チ回路２１のセット端子に接続されると共にアンド・ゲ
ート１６の出力端子からチャネル装置にビジー報告信号
が送られる。ラッチ回路２０のリセット端子にはデバイ
ス・エンド受領信号が供給され、ラッチ回路２０の出力
麹子はアンド・ゲー）１７の一方の入力端子に接続され
る。ラッチ回路２１のリセット端子にハｆ ／（イス・
エンド受領信号が供給され、ラッチ回路２１の出力端子
はアンド・ゲート１８の一方の入力端子に接続される。
ライブの入出力要求が実行されたとき送られてくる入出
力実行信号が供給され、ビジー・カウンタ１９のオーバ
ー書フロ一端子はアンド・ゲート１５の他方の入力端子
とアンド・ゲート１６の他方のインヒビット入力端子に
接続される〇ビジー・カウンタ１９はアンド・ゲート１
４の論理「ｌ」の出力即ちドライブ・セレクトに対して
ドライブ・ビジー信号が報告された回数を計数し、とリ
セットされる。アンド・ゲート１５の出力端子はラッチ
回路２０のセット端子に接続されると共にアンド・ゲー
）１５の出力端子からチャネル装置にＩＪ ）ライ報告
信号が送られる。アンド・ゲート１６の出力端子はラッ
チ回路２１のセット端子に接続されると共にアンド・ゲ
ート１６の出力端子からチャネル装置にビジー報告信号
が送られる。ラッチ回路２０のリセット端子にはデバイ
ス・エンド受領信号が供給され、ラッチ回路２０の出力
麹子はアンド・ゲー）１７の一方の入力端子に接続され
る。ラッチ回路２１のリセット端子にハｆ ／（イス・
エンド受領信号が供給され、ラッチ回路２１の出力端子
はアンド・ゲート１８の一方の入力端子に接続される。
アンド・ゲー）１７の他方の入力端子とアンド・ゲー）
１８の他方の入力端子にはビジー解除報告信号が供給さ
れ、アンド・ケ−） １７の出力端子からはチャネル装
置にデバイス・エンド報告信号が送られ、アンド・ゲー
ト１８の出力端子からはチャネル装置にコマンド・チェ
イン再開デバイス・エンド報告信号が送られる。以上の
構成において、セレクト信号が論理「１」にされると、
このセレクト信号がドライブに伝播されてビジー状態か
どうかが問い合わさレル。ビジー状態の場合にはドライ
ブ・ビジー信号が論理「１」にされ、アンド・ゲート１
４のアンド条件が成立し、アンド・ゲート１４は論理「
１」を出力する。このアンド・ゲート１４の論理「１」
の出力によって、ビジー・カウンタ１９が＋１されてカ
ウント・アップされると共にビジー・カウンタ１９がオ
ーバー１７ｔ”−Ｌ／ていないことを条件にしてアンド
・ゲー）１６のアンド条件が成立し、アンド・ゲー）１
６から論理「１」が出力される。この結果、チャネル装
置に送られるビジー報告信号は論理「ｌ」になり、また
ラッチ回路２１がセットされる。その後、該当するドラ
イブに対するビジー状態が解除されたことにより、とジ
ー解除報告信号が論理ｒｌＪになると、この論理「１」
信号とセットされたラッチ回路２１の論理「１」の出力
によりアンド・ゲート１８のアンド条件が成立し、アン
ド・ゲー）１８から論理「１」のデバイス・エンド報告
信号が出力される。デバイス・エンド報告信号が論理「
１」になったことにより、チャネル装置においてデバイ
ス・エンド受領信号が論理「１」にされると、ラッチ回
路２１はりセットされる。デバイス・エンド報告信号は
チャネル装置からホストに送られ、これを契機にＯＳは
待ち合せていた入出力要求を再発行し、再びセレクト信
号が論理「１」にされる。
１８の他方の入力端子にはビジー解除報告信号が供給さ
れ、アンド・ケ−） １７の出力端子からはチャネル装
置にデバイス・エンド報告信号が送られ、アンド・ゲー
ト１８の出力端子からはチャネル装置にコマンド・チェ
イン再開デバイス・エンド報告信号が送られる。以上の
構成において、セレクト信号が論理「１」にされると、
このセレクト信号がドライブに伝播されてビジー状態か
どうかが問い合わさレル。ビジー状態の場合にはドライ
ブ・ビジー信号が論理「１」にされ、アンド・ゲート１
４のアンド条件が成立し、アンド・ゲート１４は論理「
１」を出力する。このアンド・ゲート１４の論理「１」
の出力によって、ビジー・カウンタ１９が＋１されてカ
ウント・アップされると共にビジー・カウンタ１９がオ
ーバー１７ｔ”−Ｌ／ていないことを条件にしてアンド
・ゲー）１６のアンド条件が成立し、アンド・ゲー）１
６から論理「１」が出力される。この結果、チャネル装
置に送られるビジー報告信号は論理「ｌ」になり、また
ラッチ回路２１がセットされる。その後、該当するドラ
イブに対するビジー状態が解除されたことにより、とジ
ー解除報告信号が論理ｒｌＪになると、この論理「１」
信号とセットされたラッチ回路２１の論理「１」の出力
によりアンド・ゲート１８のアンド条件が成立し、アン
ド・ゲー）１８から論理「１」のデバイス・エンド報告
信号が出力される。デバイス・エンド報告信号が論理「
１」になったことにより、チャネル装置においてデバイ
ス・エンド受領信号が論理「１」にされると、ラッチ回
路２１はりセットされる。デバイス・エンド報告信号は
チャネル装置からホストに送られ、これを契機にＯＳは
待ち合せていた入出力要求を再発行し、再びセレクト信
号が論理「１」にされる。
再発行された入出力要求が受付けられて入出力処理が実
行されると、入出力実行信号が論理「１」にされ、ビジ
ー・カウンタ１９がリセットされる。
行されると、入出力実行信号が論理「１」にされ、ビジ
ー・カウンタ１９がリセットされる。
しかし入出力要求が再発行されてセレクト信号が論理ｒ
ｌにされても、その時再度ドライブがビジー状態になり
ドライブ・ビジー信号が論理「１」にされると、アンド
・ゲート１４のアンド条件が成立してビジー・カウンタ
１９がさらに＋１され、またアンド・ゲート１６のアン
ド条件が成立してチャネル装置に論理「１」のビジー報
告信号が送られると共にラッチ回路２１がセットされる
。そして、第３図により説明したホスト１の状態が続く
と、ホスト２が処理の終了、次の入出力処理の起動を繰
り返す毎に上述のビジー・カウンタ１９がカウント・ア
ップされ、論理ｒｌＪのビジー報告信号をチャネル装置
に送るなどの処理を（９返す。その結果、ビジー・カウ
ンタ１９のカウント値が予め設定された所定値に達する
と、ビジー・カウンタ１９はオーバー・フローし、その
出力端子が論理「１」になる。したがって今度はアンド
・ゲー）１５のアンド条件が成立し、前回ｆでとは異な
り、アンド・ゲー）１５から論理「１」のリトライ報告
信号が出力されると共にラッチ回路２０がセットされる
。そしてビジー解除報告信号が論理「１」になるとアン
ド・ゲート１７のアンド条件が成立してコマンド・チェ
イン再開デバイス・エンド報告信号が論理「ｌ」にされ
る。チャネル装置は、制御装置からりトライ報告信号が
論理「１」になり、次にコマンド・チェイン再開デバイ
ス・エンド報告信号が論理ｒｌＪになると、後述するよ
うにリトライ機能が働き直ちにコマンドを再発行する。
ｌにされても、その時再度ドライブがビジー状態になり
ドライブ・ビジー信号が論理「１」にされると、アンド
・ゲート１４のアンド条件が成立してビジー・カウンタ
１９がさらに＋１され、またアンド・ゲート１６のアン
ド条件が成立してチャネル装置に論理「１」のビジー報
告信号が送られると共にラッチ回路２１がセットされる
。そして、第３図により説明したホスト１の状態が続く
と、ホスト２が処理の終了、次の入出力処理の起動を繰
り返す毎に上述のビジー・カウンタ１９がカウント・ア
ップされ、論理ｒｌＪのビジー報告信号をチャネル装置
に送るなどの処理を（９返す。その結果、ビジー・カウ
ンタ１９のカウント値が予め設定された所定値に達する
と、ビジー・カウンタ１９はオーバー・フローし、その
出力端子が論理「１」になる。したがって今度はアンド
・ゲー）１５のアンド条件が成立し、前回ｆでとは異な
り、アンド・ゲー）１５から論理「１」のリトライ報告
信号が出力されると共にラッチ回路２０がセットされる
。そしてビジー解除報告信号が論理「１」になるとアン
ド・ゲート１７のアンド条件が成立してコマンド・チェ
イン再開デバイス・エンド報告信号が論理「ｌ」にされ
る。チャネル装置は、制御装置からりトライ報告信号が
論理「１」になり、次にコマンド・チェイン再開デバイ
ス・エンド報告信号が論理ｒｌＪになると、後述するよ
うにリトライ機能が働き直ちにコマンドを再発行する。
なお、リトライ報告をしたチャネル装置の番号は、図示
しないが、記憶手段によって記憶されている。ビジー報
告をしたチャネル装置についても同様である。
しないが、記憶手段によって記憶されている。ビジー報
告をしたチャネル装置についても同様である。
普通、い（つかの）ｉンドが一般にはコマンド・チェイ
ンされている（これをＣＣＷと呼んでいる）。またチャ
ネル装置は、例えばリード系のコマンドにおいてデバイ
スのエラーなどが生じたとき、そのコマンドを何回も発
行させることができる機能を備えている。これをり〉ラ
イ機能と呼ぶ。
ンされている（これをＣＣＷと呼んでいる）。またチャ
ネル装置は、例えばリード系のコマンドにおいてデバイ
スのエラーなどが生じたとき、そのコマンドを何回も発
行させることができる機能を備えている。これをり〉ラ
イ機能と呼ぶ。
このリトライを行うために、１つのコマンドに対し−Ｃ
，チャネル・インター・フェイス上で２つのスティタス
が報告される。その１つはコマントヲ受領したことを示
す受領スティタスであり、他はコマンドが終了したこと
を示す終了スティタスである０１つのコマンドではこの
２つのスティタスの組合せで１つの処理が終了する。リ
トライ・スティタスは終了スティタスの中の１種類であ
る◎終了スティタスは、普通法の＝１マントへの移行を
指示するもので、チャネル・ エ ンド、デバイス・エ
ンドがこのスティタスであるが、これに対してコマンド
の再発行を要求するスティタスがある。
，チャネル・インター・フェイス上で２つのスティタス
が報告される。その１つはコマントヲ受領したことを示
す受領スティタスであり、他はコマンドが終了したこと
を示す終了スティタスである０１つのコマンドではこの
２つのスティタスの組合せで１つの処理が終了する。リ
トライ・スティタスは終了スティタスの中の１種類であ
る◎終了スティタスは、普通法の＝１マントへの移行を
指示するもので、チャネル・ エ ンド、デバイス・エ
ンドがこのスティタスであるが、これに対してコマンド
の再発行を要求するスティタスがある。
これがリトライ・スティタスであり、チャネル装置は、
リトライ・スティタスが報告されると、次のデバイス・
エンド報告を契機に該当するコマンドを再発行する。
リトライ・スティタスが報告されると、次のデバイス・
エンド報告を契機に該当するコマンドを再発行する。
したがって、制御装置からチャネル装置にリトライ報告
を送り、デバイスが空いたのを契機にデバイス・エンド
報告を送ると、チャネル装置は直ちにコマンドを再発行
してくる。
を送り、デバイスが空いたのを契機にデバイス・エンド
報告を送ると、チャネル装置は直ちにコマンドを再発行
してくる。
この場合にチャネル装置は既にｌ１０１１１求を受付け
ており、ホストへの割込をおこすことなく直ちにコマン
ドをリトライ再発行してくる。
ており、ホストへの割込をおこすことなく直ちにコマン
ドをリトライ再発行してくる。
このように本発明は、制御装置とチャネル装置のスティ
タスの組合せＫよりチャネル装置から直ちにコマンドが
再発行されるリトライ機能を有効に活用するものである
。通常、ディスコネクト・コマンド・チェインの再開に
要するチャネル装置の動作時間は、ホスト、Ｏ８の再発
行スケジュールによってコマンドが再発行されるまでの
時間の１７１０程度であるから、本発明によれば、１０
倍程度の性能差のあるホスト間共用でのデッドロック状
態への突入問題まで解決できることになる。
タスの組合せＫよりチャネル装置から直ちにコマンドが
再発行されるリトライ機能を有効に活用するものである
。通常、ディスコネクト・コマンド・チェインの再開に
要するチャネル装置の動作時間は、ホスト、Ｏ８の再発
行スケジュールによってコマンドが再発行されるまでの
時間の１７１０程度であるから、本発明によれば、１０
倍程度の性能差のあるホスト間共用でのデッドロック状
態への突入問題まで解決できることになる。
第４図に示した、回路の入力信号、出力信号は、直接イ
ンタフェース上に伝達されるのではなく、すべて一旦制
御装置のマイクロプログラムの制御を経由する。その意
味で、入出力実行という信号ハ、マイクロプログラムは
該チャネル該テハイスについてリード・ライトを行なっ
たという状態を示している。
ンタフェース上に伝達されるのではなく、すべて一旦制
御装置のマイクロプログラムの制御を経由する。その意
味で、入出力実行という信号ハ、マイクロプログラムは
該チャネル該テハイスについてリード・ライトを行なっ
たという状態を示している。
第５図を参照しつつ説明する。まず、スター）ＩＯ命令
が送られて（ると、 ■ コマンドをフェッチする。次に■の処理を行０ ■ チャネル装置がビジー状態かどうかを調べる。
が送られて（ると、 ■ コマンドをフェッチする。次に■の処理を行０ ■ チャネル装置がビジー状態かどうかを調べる。
Ｙｅｓの場合にはチャネル・ビジーを報告し、 Ｎ。
の場合には■の処理を行う。
■ 制御装置がビジー状態かどうかを調べる。
Ｙｅｓの場合には制御装置ビジーを報告し、Ｎｏの寿令
には■の処理を行う。
には■の処理を行う。
■ デバイス・ビジー状態かどうかを調べる。
Ｙｅｓの場合にはデバイス・ビジーを報告シ、Ｎ。
の場合には■の処理を行う。
■ 受領スティタスが「ＯＯ」であるかど５かを調べる
。
。
Ｎｏの場合にはエラー報告をし、Ｙｅｓの場合には■の
処理を行う。
処理を行う。
■ コマンドの処理（例えばリード／ライト等）を行う
。次に■の処理を行う。
。次に■の処理を行う。
ンド）かどうかを調べる。
ＮＯの場合には■の処理を行い、Ｙｅｓの場合には■の
処理を行う。
処理を行う。
■ リトライかどうかを調べる。
Ｎｏ の場合には異常終了となり、Ｙｅｓの場合には０
の処理を行う。
の処理を行う。
■ 次のコマンドがある（コマンド・チェイン）かどう
かを調べる。
かを調べる。
、 Ｎｏ の場合には終了割込をホストに送り、 Ｙ
ｅｓｊ場合には０の処理を行う。
ｅｓｊ場合には０の処理を行う。
０ 次のコマンドをフェッチし、■の処理に戻る。
■ デバイス・エンド（コマンド・チェイン再開デバイ
ス・エンド）がきているかをデバイス・エンドがくるま
でくり返して調べ、デバイス・エンドがくると■の処理
に戻る。
ス・エンド）がきているかをデバイス・エンドがくるま
でくり返して調べ、デバイス・エンドがくると■の処理
に戻る。
以上述べたように、１つのアクセス・パスに対し、入出
力要求の受領と実行をはさむことなく、ビジー、デバイ
ス・エンドの（り返しを予め定められた回数を行ったら
１次のビジー検出時にはすＹライスティタスを報告し、
これによりディスコネクト・コマンド・チェイン状態と
する。このときホストからは該人出カ起動は成功（受領
）したものとして見える。その後、他県処理が完了する
と、空状態通知のデバイス・エンドがチャネル装置に対
して報告されるが、本発明の実施例によれば、このデバ
イス・エンド報告を契機に直ちにコマンド・チェインが
再発行される。したがって、この場合にはホス）ＣＰＵ
に対して割込を発行して、いないので第３図のＴ１のう
ちソフトによる時間が一１］除されるので、高速ＣＰＵ
で構成するホストが入出力処理の終了報告を受けた後火
の入出力処理が起動されるまでのソフトによる時間との
比較で前者のチャネル装置におけるハードによる時間な
速くすることによりデッド・ロックを防止することがで
きる。
力要求の受領と実行をはさむことなく、ビジー、デバイ
ス・エンドの（り返しを予め定められた回数を行ったら
１次のビジー検出時にはすＹライスティタスを報告し、
これによりディスコネクト・コマンド・チェイン状態と
する。このときホストからは該人出カ起動は成功（受領
）したものとして見える。その後、他県処理が完了する
と、空状態通知のデバイス・エンドがチャネル装置に対
して報告されるが、本発明の実施例によれば、このデバ
イス・エンド報告を契機に直ちにコマンド・チェインが
再発行される。したがって、この場合にはホス）ＣＰＵ
に対して割込を発行して、いないので第３図のＴ１のう
ちソフトによる時間が一１］除されるので、高速ＣＰＵ
で構成するホストが入出力処理の終了報告を受けた後火
の入出力処理が起動されるまでのソフトによる時間との
比較で前者のチャネル装置におけるハードによる時間な
速くすることによりデッド・ロックを防止することがで
きる。
〔発明の効果〕
以上の説明から明らかなように、通常ディスコネクト・
コマンド・チェインの再開に賛するチャネル装置の動作
時間は、ホスト、Ｏ８の再発行スケジ島−ルによってコ
マンドが再発行されるｆでの時間の１／１０程度である
から、本発明によれば、１０倍程度の性能差のあるホス
ト間共用でのデッド・ロックまで解決することができる
。
コマンド・チェインの再開に賛するチャネル装置の動作
時間は、ホスト、Ｏ８の再発行スケジ島−ルによってコ
マンドが再発行されるｆでの時間の１／１０程度である
から、本発明によれば、１０倍程度の性能差のあるホス
ト間共用でのデッド・ロックまで解決することができる
。
第１図は一般的な磁気ディスク・サブシステムの概要を
示すブロック図、第２図は性能差の大きい複数ホストか
ら共用接続された磁気ディスク・サブシステムの問題点
を説明するために模型化して示したシステムのブロック
図、第３図は第２図のシステムにおける各ホストの入出
力要求と処理状態を示す図、第４図は本発明の１実施例
を示す回路構成図、第５図は本発明で使用されるチャネ
ル装置の処理を示すフロー・チャートである。 １と２・・・ホスト酎算機、３ないし６・・・チャネル
装置、７と８・・・制御装置、９とｌＯ・・・アダプタ
、１１ないし１３・・・ドライブ、１４ないし１８・・
・アンド・ゲート、１９・・・ビジー・カウンタ、２０
と２１・・・ラッチ回路。
示すブロック図、第２図は性能差の大きい複数ホストか
ら共用接続された磁気ディスク・サブシステムの問題点
を説明するために模型化して示したシステムのブロック
図、第３図は第２図のシステムにおける各ホストの入出
力要求と処理状態を示す図、第４図は本発明の１実施例
を示す回路構成図、第５図は本発明で使用されるチャネ
ル装置の処理を示すフロー・チャートである。 １と２・・・ホスト酎算機、３ないし６・・・チャネル
装置、７と８・・・制御装置、９とｌＯ・・・アダプタ
、１１ないし１３・・・ドライブ、１４ないし１８・・
・アンド・ゲート、１９・・・ビジー・カウンタ、２０
と２１・・・ラッチ回路。
Claims (1)
- 複数個のホスト計算機と、該ホスト計算機に接続される
複数個のチャネル装置と、該チャネル装置に接続される
複数個の制御装置と、該制御装置により制御される複数
個のドライブとを備え、上記複数個のホスト計算機によ
って各ドライブが共用できるようになった磁気ディスク
・サブシステムにおいて、上記制御装置の中に、自己配
下にあるドライブ対応に、ビジー・カウンタと、ドライ
ブ使用要求に対してドライブ・ビジーが報告すれたとき
に上記ビジー・カウンタの内容を更新するビジー・カウ
ンタ更新手段と、上記ビジー・カウンタがオーバー・フ
ローしていない状態の下でドライブ使用要求に対してド
ライブ・ビジーが報告されたときに対応するチャネルに
対してビジー報告を行うビジー報告手段と、上記ビジー
・カランタカオーバー・フローしている状態の下でドラ
イブ使用要求に対してドライブ・ビジーが！告されたと
きに対応するチャネルに対してリトライ報告を行うリト
ライ報告手段と、ビジー報告をしたことを記憶するビジ
ー報告記憶手段と、リトライ報告をしたことを記憶する
ＩＪ）ライ報告記憶手段と、上記ビジー報告記憶手段が
ビジー報告を記憶している状態の下で対応するドライブ
からビジー解除報告がなされた場合には先にビジー報告
をしたチャネルに対してデバイス・エンド報告を行うデ
バイス・エンド報告手段と、上記リトライ報告記憶手段
かりトライ報告を記憶している状態の下で対応するドラ
イブからビジー解除報告がなされた場合には先のりトラ
イ報告をしたチャネルに対してコマンド・チェイン再開
デバイスｅエンド報告を行うコマンド・チェイン再開デ
バイス・エンド報告手段とを設けたことを特徴とする磁
気ディスク・サブシステムにおける′待ち合せ方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11442182A JPS595331A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける待ち合せ方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11442182A JPS595331A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける待ち合せ方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS595331A true JPS595331A (ja) | 1984-01-12 |
| JPS6215901B2 JPS6215901B2 (ja) | 1987-04-09 |
Family
ID=14637284
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11442182A Granted JPS595331A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | 磁気デイスク・サブシステムにおける待ち合せ方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS595331A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62119626A (ja) * | 1985-11-20 | 1987-05-30 | Hitachi Ltd | 磁気デイスクの多重制御方式 |
| JPS63128457A (ja) * | 1986-11-12 | 1988-06-01 | インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン | 制御装置および入出力装置へのアクセスを制御する方法 |
| JPH02108142U (ja) * | 1989-02-13 | 1990-08-28 |
-
1982
- 1982-06-30 JP JP11442182A patent/JPS595331A/ja active Granted
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62119626A (ja) * | 1985-11-20 | 1987-05-30 | Hitachi Ltd | 磁気デイスクの多重制御方式 |
| JPS63128457A (ja) * | 1986-11-12 | 1988-06-01 | インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン | 制御装置および入出力装置へのアクセスを制御する方法 |
| JPH02108142U (ja) * | 1989-02-13 | 1990-08-28 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS6215901B2 (ja) | 1987-04-09 |
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