JPS60156150A

JPS60156150A - 計算機間フアイル共有方式

Info

Publication number: JPS60156150A
Application number: JP59010068A
Authority: JP
Inventors: Tooru Sakaihara; 徹酒井原; Tomihisa Hatano; 富久幡野; Toshiro Jinnai; 神内　俊郎; Keiichi Nakane; 啓一中根; Keijirou Hayashi; 林　慶治郎
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1984-01-25
Filing date: 1984-01-25
Publication date: 1985-08-16

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。

Description

【発明の詳細な説明】〔発明の利用分野〕本発明は、複数の計算機間のファイル共有方式〔発明の
背景〕疎結合多重計算機システムにおいて、システムを構成す
る計算機間で磁気ディスク装置上のファイルを共有する
ことは通常よく行われており、この時、ある１つの要求
元（通常タスク）がファイルを更新中に他の要求元がこ
のファイル更新することがないように共有排他制御を行
う必要がある。

従来、計算機間で磁気ディスく装置上のファイルを共有
する方式として次のようなものが考えられている。

第１の方式は、計算機と磁気ディスク装置の接続を切替
える機能を磁気ディスク制御装置に設けて、計算機間で
磁気ディスク装置を切替えて使用し、ある１台の計算機
がファイルを更新中に他の計算機が更新することを防止
する。以下、この方式を従来方式Ｉと呼ぶ。

第２の方式は、磁気ディスク装置上のファイルに対する
定義、参照、更新および削除等の処理で必要となる共有
リソースの共有排他制御を１台の管理計算機が一括して
管理し、共有リソースの管理が計算機毎に独立に行われ
ることを防止する。

この共有リソースは、ファイル本体およびファイルラベ
ルや磁気ディスク装置のスペース等を管理するビットマ
ツプ等のファイルを管理する制御情報である。

ファイルの定義、参照、更新および削除等の処理を行う
時に、共有リソースの占有および解除が必要であれば、
その都度この共有リソースの管理計算機に対して、共有
リソースの占有および解除を依頼する。以下、この方式
を従来方式■と呼ぶ。

第３の方式は、磁気ディスク装置毎にこれを管理する計
算機を設け、磁気ディスク装置に対する全ての処理をこ
の計算機が行う方式で、この方式によれば、磁気ディス
ク装置上のファイルに対するアクセス処理で必要となる
共有リソースの管理はこの計算機が行うため、共有リソ
ースを複数の計算機がそれぞれ独立に使用することを制
御することができる。

この方式では、磁気ディスク装置上のファイルをアクセ
スする時は、管理計算機に対して計算機間バス等を用い
て、アクセスするための制御情報を連絡し、管理計算機
はこの利用情報をもとにファイルをアクセスし、計算機
間バス等により、依頼元□の計算機にアクセスしたデー
タを送り返す。

第１図は、この第３の方式の概念図であり、第１図に示
すように、計算機工１が磁気ディスク装置２１上のファ
イルをアクセスする場合、これを管理する計算機１２に
、その旨を連絡し、これにより、管理計算機１２はファ
イルをアクセスし、目的のデータを読込みバッファ１２
０１に読込み、これを計算機間データの転送用バッファ
１２０２、計算機間パス１２１０、計算機用バッファ１
１０１を経由して、ユーザプログラムのデータの読込み
エリア１１０２八転送する。以下、この方式を従来方式
■と呼ぶ。

以上の従来方式は、それぞれ次のような欠点を有する。

従来方式！では、例えば、ある計算機上の要求元が磁気
ディスク装置上の任意のファイルを更新する時、この磁
気ディスク装置全体を占有し、他　１の計算機上の要求
元が同一磁気ディスク装置上の同一ファイルまたは別の
ファイルを参照しようとした場合、他の計算機上の要求
元の処理は更新処理が終了するまで待つ必要があり、磁
気ディスク装置が性能上のネックになりやすい。

また、従来方式■では、もし共有リソースを一括管理し
ている計算機が障害を起すと、システム内の全磁気ディ
スク装置上のファイルをアクセスできなくなってしまう
。また、ファイル本体やファイルを管理している制御情
報を占有および解除する必要がある度に、共有リソース
の管理計算機ｌ二対して、該リソースの占有および解除
を依頼する必要があり、計算機間バスのオーバヘッドが
大きくなる。例えば、計算機と磁気ディスク装置との対
応がついている場合には、１つの磁気ディスク装置上の
ファイルをアクセスする計算機がほぼ１台の計算機に限
られ、希にしか計算機間でリソースの競争が起らないが
、共有リソースを使用する度に、これを管理している計
算機に共有リソースの占有および解除を依頼する必要が
ある。

さらに、従来方式■では、他の計算機が管理している磁
気ディスク装置上のファイルに対して、大量のデータを
アクセスしようとした場合、大量のデータを計算機間パ
ス等により、計算機間で転送する必要があり、データの
転送時間が大きくなる。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、依頼元計算機が、あ番管理計算機の管
理下のファイルに対して直接データをアクセスすること
により、データの転送時間を低減することを目的とする
計算機間ファイル共有方式を提供することにある。

また、本発明の他の目的は、ある計算機があるファイル
を使用する時、このファイルを含む装置全体（例えば磁
気ディスク装置）を占有しないで、そのファイルの使用
を可能とし、しかも、そのファイルの占有および解除の
制御をそのファイルの管理計算機が行うことで、計算機
間の交信回数を減少させることを目的とする計算機間フ
ァイル共有方式を提供することにある。

さらに、本発明の別の目的は、ある計算機に障害が発生
した場合、その計算機が管理するファイルのアクセスは
不可能であるが、他の計算機が管理するファイルのアク
セスは可能であるようにして、信頼性を向上させること
を目的とする計算機間ファイル共有方式を提供すること
にある。

〔発明の概要〕

依頼元計算機がある管理計算機の管理下にあるファイル
をアクセスする時、その管理計算機にファイル種別等を
送り、管理計算機側からデータアドレス、データサイズ
等のデータ情報を依頼元計算機に返送し、この依頼元計
算機がこのデータ情報に基づき直接ファイルをアクセス
することを特徴とする。

〔発明の実施例〕

以下１本発明の一実施例を第２図〜第１５図により説明
する。第２図は本発明の一実施例を示すシステム図であ
る。図において、ｌは計算機関共有メモリ、１１，１２
．１３は計算機２１，２２゜２３は磁気ディスク装置で
、これらは計算４１１１゜１２．１３と接続されている
。２は計算機間で連絡を行うために割込みを掛けるバス
、３はバス２のバス制御装置、４は磁気ディスク装置２
１゜２２．２３の管理計算機を記憶する管理テーブル、
５は計算機間で送信を行うための交信エリア、５５はバ
ッファ、キロはユーザタスク、８１〜８８はファイル管
理マクロを表わし、８１．８２は０ＰＥＮマクロ、８３
．８５はＧＥＴマクロ、８４゜８６はＣＬＯ５Ｅマク０
．８７，８８はＲｒＡａマクロ。

８９．９０はＷＲＩＴＥマクロである。また７は、依頼
処理を行うファイル管理マクロを発行し、依頼元に応答
を返すドライバタスク、９はユーザＦＡＢ（Ｆｉｌｅ　
Ａｃｃｅｓｓ　Ｂｌｏｃｋ）　、１０は他の計算機から
処理を依頼された時にドライバタスク７が使用するシス
テムＦＡＢ、１０１はシステムＦＡＢ１０の１つのシス
テムＦＡＢ、２２１は磁気ディスク装置２２内のファイ
ルである。

ここで、磁気ディスク装置２１，２２．２３（Ｆ）管理
計算機は、それぞれ１１，１２．１３である。

以上のような構成によれば、管理計算機が故障した場合
、この計算機に管理される磁気ディスク装　Ｉ置のみが
アクセス不可能になるだけで、システム全体がアクセス
不可能となることなく、信頼性が向上する。

なお、本実施例では、１１を依頼元計算機、１２を管理
計算機として説明する。

本発明の疎結合多食計算機システムでのファイル管理シ
ステムの動作を説明する前に、まず、単一計算機システ
ムのファイル管理システムについて第２図を用いて説明
する。

ここで単一計算機は、第２図の管理計算機１１で、磁気
ディスク装Ｗ１２１上のファイル２１１．をアクセスす
るものとする。ファイル２１１を読込む、あるいは書出
す場合、これに先立って、通常、０ＰＥＮマクロ８１を
発行してファイルの占有処理などのファイル２１１をア
クセスする準備を行った後、ＲＥ！ＡＤｖりｏ　８７　
アルイ１ｔＶＲＩＴＥ　ｖりｏ　８９　ヲ発行し”乙該
当する処理を実行し、最後にＣＬＯ３Ｅマクロ８４を発
行してファイルの使用終了処理を行う。

ここで、ファイル管理マグロはマクロ間に関連があり、
これらのマクロ発行の流れを管理する必要がある。通常
、タスクがファイルをオープン中か否か等のタスクのフ
ァイルに対する状態を記憶することにより、管理する。

この管理に用いるテーブルがユーザＦＡＢ９である。

またユーザＦＡＢ９は、ファイルの属性を記憶するエリ
アおよびファイルのアクセスを行うマクロにパラメータ
を渡すインターフェースエリアとしても用いられる。　
０ＰＥＮマクロ８１が発行されて、ＦＡＢ９が初期化さ
れた後、ファイル２１１をアクセスすルＶりｃｌ（ＲＨ
ＡＤマク０８７、ＶＲＩＴｔ７０　。

８９等）およびＣＲＯ５Ｅマクロ８４に、このユーザＦ
ＡＢ９のアドレスをパラメータとして渡す。

これらのマグロは、マクロの発行元タスク６が対象のフ
ァイル２１１をオープンして占有済であるかをチェック
することができるため、ファイルの共有排他制御が可能
となる。

次に、他系に管理計算機がある磁気ディスク装置上のフ
ァイルにアクセスする場合に説明する。

今、ユーザタスク６がファイル２２１のレコードを読む
場合を例にとる。ユーザタスク６が０ＰＢＮマクロ８１
を発行すると、第３図の０ＰＥＮマクロのフローチャー
トに示すように、ステップ８１１でユーザから指定され
たファイル識別子の中の装置名で、磁気ディスク装置２
２の管理計算機１２を記憶している管理テーブル４を検
索し、対象ファイル２２１が他の計算機の管理している
ファイルか否かを判定する。

ここで、ファイル識別子３０は第４図に示すとおりで、
ファイルが存在しているファイル装置の装置名３１、区
切記号３２、ファイル名３３からなる。また、管理テー
ブル４は、第５図に示すように、第１の欄４１に装置名
、第２の欄４２に管理計算機番号が記憶される。なお、
管理計算機番号は、計算機を識別するために、例えば、
１から付与される番号である。

次に、第３図のステップ８１３にてユーザＦＡＢ９に管
理計算機の計算機番号を認定する。

ここで、ユーザＦＡＢ９は、第６図に示されるように、
９１にはファイルの属性および状態。

９２にはユーザからファイル管理マクロに与えるパラメ
ータが記憶される。これらは、前述した単一計算機用の
ユーザＦＡＢ９と同一である。これらの他に、９３には
ユーザＦＡＢ９の使用中表示、９４には管理計算機番号
、９５にはシステムＦＡＢ番号、９６には依頼元計算機
番号および９７には依頼元タスク番号が記憶される。

次番；ステップ８１４で、管理計算−へ依頼する処理コ
ードとして、ＯＰｆ！Ｎを示す処理コード、０ＰＥＮ処
理のパラメータ、依頼元計算機番号および依頼元タスク
番号を交信エリア５を経由して送信し、その後管理計算
機１２からの応答待ちに入る（ステップ８１５）。

一方、依頼元計算機１１からの送信で、管理計算機１２
のドライバタスク７が起動される。第７図にドライバタ
スク７のフローチャートを示す。

ドライバタスク７は依頼されたマクロにより処理ルート
が異なり、ここでは、７０１〜７０４はＯＰｆ！Ｎ処理
用のルートであり、他のマクロのルートは省略している
。ステップ７１にて依頼された処　□理を処理コードに
より判定し、ステップ７０１に制御を渡す、ステップ７
０１では、０ＰＥＮマクロ８２を発行するために必要と
なるＦＡＢをシステムＦＡＢ　１０群から確保する。

ここで、システムＦＡＢ　１０１には、第８図に示すよ
うに、ユーザＦＡＢ９と同様に、１０２にはファイルの
属性および状態、１０３にはユーザから与えられたファ
イル管理マクロのパラメータ、１０４にはシステムＦＡ
Ｂ　１０１の使用中表示、１０５には管理計算機番号、
１０６にはシステムＦＡＢ番号、１０７には依頼元計算
機番号、１０８には依頼元タスク番号が記憶される。

次に第７図のステップ７０２にて、依頼元から送られた
０ＰＥＮマクロ８１のパラメータの情報およびレコード
のアクセスを行う場合は、共有メモリｌ上のバッファ５
５を確保してこのアドレスを確保したシステムＦＡＢ　
１０１に設定する。ステップ７０３でこのシステムＦＡ
Ｂアドレス指定して０ＰＥＮマクロ８２を発行する。０
ＰＥＮ処理が終了後、システムＦＡＢ　１０１に記憶さ
れている信頼光の計算機番号１０７およびタスク番号１
０．８から依頼元を知り、ステップ７０４にて０ＰＥＮ
マクロのリターンコードおよび使用したシステムＦＡＢ
１０１の番号を、′共有メモリ上９の交信エリア５を経
由して依頼元計算機１１に連絡する。

これにより、依頼先計算機１１は、第３図のステップ８
１５での待ちが解除され、ステップ８１６にて管理計算
機１２から送らＫてき光システムＦＡＢ　１０１の番号
をＦＡＢＱ上のシステムＦＡＢ番号９５に設定する。ま
た、送られてきたリターンコードをステップ８１７にて
ユーザとのインタフェースエリアに設定し、ユーザタス
クへ戻る。

一方、対象ファイルの管理計算機が自系である場合は、
ステップ８１２にて前述した単一計算機における０ＰＩ
Ｉ！Ｎ処理と同一の処理を行う。ここで、ユーザは、ユ
ーザＦＡＢＱ上のパラメータ９２以外のフィールドをゼ
ロリリアした０ＰＥＮマクロのパラメータとして考える
ため、管理計算機番号９４、依頼元計算機番号９６はゼ
ロのまま残り、０ＰＥＮマクロ発行後に発行されるファ
イル管理マグロは、自系が管理計算機であり、他系から
依頼された処理でないことがわかる。

次に、ユーザタスク６が０ＰＥＮマクロ８１を発行後、
例えばレコードを読むためにＧＥＴマクロ８３を発行す
る場合を説明する。第９図にＧＥＴマクロのフローチャ
ートを示す。ステップ８３１でユーザＦＡｊ３９上の管
理計算機番号９４を参照して、この管理計算機番号９４
がゼロクリアされているか否かをチェックし、管理計算
機が自系であるか否かを判定する。ここでは、管理計算
機１２の計算機番号が記憶されており他系の処理を行う
ため、ステップ８３３に分岐する。

ステップ８３３で、依頼されたＧＥＴマクロの処理コー
ド、ユーザにより指定されたパラメータおよび該システ
ムＦＡＢの番号を交信エリア５を経由して管理計算機１
２へ送信し、ステップ８３４で管理計算機１２からの応
答待ちに入る。

管理計算機１２では、ドライバタスク７が起動される。

第１０図にドライバタスク７内のＧＥＴ処理のルートの
フローチャートを示す、ステップ７１にて依頼元から送
られてきた処理コードを判別してＧＥＴ処理を行うルー
トへ制御を渡す。

ステップ７１１にて依頼元から送られた情報を元に、該
システムＦＡＢ　１０１にパラメータを設定する。ステ
ップ７１２にて、該システムＦＡＢアドレスをパラメー
タとしてＧＥＴマクロ８５を発行する。

第９図のフローチャートで示すＧＥＴマクロ８５に制御
を渡す、ステップ８３１にてシステムＦＡＢ　１０１の
管理計算機番号１０５を判定し、この値が０″であるた
め、該当するファイルの管理計算機は自系であることが
わかり、ステップ８３６に制御を移す、ステップ８３６
でシステムＦＡＢ　１０１の依頼元計算機番号１０７を
判定し、このフィールドが“Ｏ”でないため、他系から
依頼された処理であることがわかり、ステップ８３７に
制御を渡す、ステップ８３７で、目的のレコー　［ドを
含むブロックが共有メモリｌ上のバッファ５５にあるか
否かを判定し、無い場合、このブロックをバッファ５５
へ読み込む、ステップ８３８で目的レコードのバッファ
上のアドレスを計算し。

レコードの長さとともに依頼元計算機１１に送信する。

処理失敗の時はこの旨を依頼元計算機１１に送信する。

これにより、依頼元のユーザタスク６が動きだし、ＧＥ
Ｔマクロのステップ８３５から動作を開始する。ステッ
プ８３５で目的レコードをバッファから取り出して、管
理計算機から送られてきた処理成否の情報により、リタ
ーンコードをそれぞれユーザ指定のエリアに設定し、Ｇ
ＥＴマクロの処理を終了する。

ここで、目的のレコード・を含むブロックガ共有メモリ
１上のバッファ５５に有る場合は、ステップ８３７をス
キップして、ステップ８３８の処理を行う。

また、対象ファイルの管理計算機が自系である場合は、
ステップ８３２で前述の単一計算機の処理と同様の処理
を行う。

一方ブロックを読込む場合、ユーザタスク６は、ブロッ
クアクセスのモードで０ＰＥＮ後、Ｒ１！ＡＤマクロ８
７を呼びそこへ制御を渡す、第１１図にＲＥＡＤマクロ
のフローチャートを示す、ステップ８７３でＧＥＴマク
ロと同様に、ｉ−ザＦＡＢ９上の管理計算機番号９４に
より該当ファイルが他系で管理しているファイルか否か
を判定する。この場合、他系であるため、ステップ８７
６へ制御を渡し。

ＧＥＴマクロと同様に、処理コード、マクロパラメータ
および該当システムＦＡＢ番号を該ファイル２２１の管
理計算機１２に送信する。この結果。

管理計算機１２では、ドライバタスクが起動される。第
１２図にドライバタスク７でのＲＥＡＤ処理ルートのフ
ローチャートを示す。送信されてきた処理コードから発
行すべきマクロをステップ７１で判定し、その処理ルー
トに制御を渡す。依頼元から送られてきたパラメータを
ステップ７２５で該システムＦＡＢＫ設定し、ステップ
７２６でＲ１１！ＡＤマクロ８８を発行すると、第１１
図のステップ８７３に制御が渡る。ユーザＦＡＢＱ上の
管理計算機番号１０５を判定し、この値が“０”である
ため、ステップ８７４に制御を渡す、ステップ８７４に
て、該システムＦＡＢ　１０１の依頼元計算機番号１０
７を判定し、′０”でないため、ステツブ８７１に制御
を渡す、ステップ８７１では、目的ブロックの物理アド
レスおよび長さをめ、磁気ディスク装置２２のデバイス
番号および処理コードと共に依頼元計算機１１へ送信す
る。この結果、依頼元のユーザタスク６が動き出し、ス
テップ８７８から動作を開始する。ステップ８７８にて
、管理計算機１２から送られた送信データをもとに目的
ブロックを読込み、処理を終了する。

この場合、他系の計算機に管理される磁気ディスク装置
から、直接目的ブロックを自系の計算機に読込むことが
でき、バッファ間のデータの移動回数が減少するため、
特に長いデータを取り扱うケースには、有効である。

第１３図を用いて、０ＰＥＮマクロが発行され、次いて
ＲＥＡＤマクロが発行されて目的のブロックがアクセス
される過程例にとり処理の流れを説明する。

依頼元計算機Ｕでファイル２２１に対して０ＰＩＥＮマ
クロ８１を発行すると、このファイル２２１を含む磁気
ディスク装置２２の管理計算機１２に対して、　０ＰＩ
Ｉ！Ｎマクロの処理コード、パラメータ、依頼元計算機
番号および依頼元タスク番号が送られる。

管理計算機１２では、ファイル２２１を占有し、システ
ムＦＡＢ　１０１を作成し、ここに依頼元計算機番号お
よび依頼元タスク番号を設定し、このタスクが０ＰＩＩ
ｉＮ中であることを登録作成したシステムＦＡＢ番号と
０ＰＩＩ！Ｎ処理の成否を依−元タスクへ送り返す、も
しファイル２２１が他のタスクに占有されている時は他
のタスクが使い終り、占有が解除されるまで待つ。

この方法により、ファイル占有および解除は、管理計算
機が行い、依頼元計算機がファイルの占有を依頼したり
、解除を依頼したりするための計算機関交信が減少する
。

依頼元のユーザタスク６がＲＥＡＤマクロ８７を発行す
ると、前述したようにユーザＦＡＢＱ上の管理計算機番
号９４を参照して、他系が管理計算機であることを知り
、管理計算機１２へＲＥＡＤマクロ８７の処理コードパ
ラメータ及びシステムＦＡＢ番号を送る。管理計算機１
２では、該システムＦＡＢＩＯＩＫパ２メタ−を設定し
、　ＲＥＡＤマクロ８８を発行する。ＲＥＡＤマクロ８
８では、前述したようにシステムＦＡＢ　１０１上の依
頼元計算機番号１０７を見て、他系からの依頼であるこ
とを知り、また、ファイル２２１が０ＰＥＮ済でアクセ
ス可能であるか否かをチェックする。可常であった場合
は、ファイル２２１の目的ブロックの物理アドレスをシ
ステムＦＡＢ　１０１上のファイルの物理的位置に関す
る情報を基に計算して、目的ブロックの長さおよび該磁
気ディスク装置２２のデバイス番号とともに依頼元タス
クへ送り返す。依頼元計算機１１では、送られてきた情
報を基に、目的ブロックをユーザタスクの読込みエリア
６１へ直接読込む。もし、管理計算機１２で異常が発生
したときは、その旨の情報を依頼元タスクへ送り返すた
め、例えば、依頼元計算機１１での読込み処理は中止さ
れる。

次に、ユーザタスク６はファイル２２１のアクセスを終
了するため、ＣＬＯ３Ｅマクロ８４を発行する。

第１４図にＣＬＯ５Ｈマクロ８４のフローチャートを示
す。ステップ８４１にてＧＥＴマクロと同様の方法で、
対象ファイルの管理計算機が自系である力１否かを判定
する。ここでは、他系であるため、ステップ８４３に制
御を渡す。ステップ８４３で番よ。

処理コード、処理パラメータおよび該システムＦＡＢ番
号を管理計算機に送信する。ステップ８４４にて管理計
算機からの応答待もに入る。

この後、管理計算機内のドライバタスク７が起動される
。第１５図にドライバタスク７のＣＬＯ５ＩＩ！マクロ
処理ルートを示す、依頼元から送られた処理コードから
ＣＬＯ５ｆ！マクロ８６のルートに制御を渡す。ステッ
プ７２’Ｌにて依頼元から送られたノ（ラメータを該シ
ステムＦＡＢ　１０１に設定する。

ステップ７２２にて該システムＦＡＢアドレスを指定し
てＣＩ、ＱＳＥマクロ８６を発行する。ＣＬ（ＩｓＲ処
理終了後、ステップ７２３にて該システムＦＡＢ１０１
および使用した共有メモリ上のバッファエリアを返却し
、ステップ７２４にてＣＬＯ３Ｅのリターンコードを依
頼元に送り返す。

これにより、第１４図のステップ８４４の待ちが解放さ
れ、ステップ８４５にてユーザＦＡＢ　９をゼロクリア
する。ステップ８４６にて管理計算機１２から送られて
きたリターンコードをユーザへ返す。

ここで、対象ファイルの管理計算機が自系である時は、
ステップ８４２にて単一計算機の時と同様の処理を行い
、ファイルを読込む一連の処理が終る。

一方、ファイルの定数や削除の処理を行う場合は、管理
計算機に処理コードとパラメータを送り、管理計算機に
てこれらの処理を行った後、リターンコードを依頼元に
返すのみでよい。

ここで計算機間の連絡は、第２図に示す共有メモリ１上
の交信エリア５上に連絡情報を設定後、計算機関連絡用
のバス２にて連絡先計算機へ割り込みをかけることによ
り行う。詳細は昭和５４年度電子通信学会総合全国大会
予稿１３９８幡野他「旧ＤＴＣ−８０マルチシステムに
おけるＣＰＵ間コミュニケーションの方式」にて述べら
れている。

（発明の効果〕以上の説明から明らかなよう番；、本発明によれば、依
頼元計算機が、ある管理計算機の管理下にあるファイル
をアクセスする時、依頼元計算機が直接ファイルのデー
タをアクセスすることが可能になり、データの転送時間
を低減させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来方式■の計算機間ファイル共有方式の概念
図、第２図は本発明の一実施例を示す全体栂成図、第３
図はＯＦＦ！Ｎマクロのフローチャート、第４図はファ
イル識別子を示す説明図、第５図は磁気ディスク装置と
管理計算機との対応テーブルを示す説明図、第６図はユ
ーザ指定のＦＡＢを示ず説明図、第７図はドライバタス
クの０ＰＥＮマクロ処理ルートのフローチャート、第８
図はシステムＦＡＢを示す説明図、第９図はＧＥＴマク
ロのフローチャート、第１０図はドライバタスクのＧＥ
Ｔマクロ処理ルートのフローチャート、第　［１工図は
Ｒｒ！ムＤマクロのフローチャート、第１２図はドライ
バタスクのＲＥＡＤマクロ処理ルートのフローチャート
、第１３図は、本発明の一実施例を示す計算間ファイル
共有方式の概念図、第１４図はＣＬＯ５Ｅマクロのフロ
ーチャート、第１５図はドライバタスクのＣＬＯ５Ｅマ
クロ処理ルートのフローチャートである。ｌ・・・計算機関共有メモリ、２・・・バス、３・・・
バス制御装置、４・・・管理テーブル、５・・・交信エ
リア、６・・・ユーザタスク、７・・・ドライバタスク
、８１゜８２・・・０ＰｔｉＮマクロ、８３，８５・で
・ＧＥＴマクロ、８４．８６・・・ＣＬＯ５ｔ！マクロ
、８７，８８・・・ＲＥＡＤマクロ、９・・・ユーザＦ
ＡＢ、ＩＱ・・・システムＦＡＢ群、１１・・・依頼元
計算機、１２・・・管理計算機、２１．２２・・・磁気
ディスク装置、２１１，２２１・・・ファイル、３０・
・・ファイル識別子、５５・・・バラ纂　１　図冨　２　図第　４　図 ′ｆＪ５ＴｉＵ第６図ｙｆＪ７　図％　１２　図Ｚ　ノ３　図 ′￥：Ｊ／４図第１頁の続き［相］発　明　者　林　慶　治　部　日立重大みか町か
工場内

Claims

【特許請求の範囲】

第１の計算機が第２の計算機の管理するファイル記憶装
置を直接アクセスするよう構成された計算機システムに
おいて、上記第１の計竿機が上記第２の計算機に対して
アクセスするファイルのファイル種別等の制御情報を送
信し、上記第２の計算機が該制御情報に基づき上記アク
セスするファイルに対するデータの上記ファイル記憶装
置上のアドレスおよびサイズ等の管理情報を上記第１の
計算機に返送し、上記第１の計算機が該管理情報に基づ
き上記ファイル記憶装置を直接アクセスすることを特徴
とする計算機間ファイル共有方式。