JPS607296B2

JPS607296B2 - コンピユ−タ・システム

Info

Publication number: JPS607296B2
Application number: JP56112396A
Authority: JP
Inventors: ロナルド・レスタ−・オ−バマ−ク; ジミ−・ポ−ル・ストリツクランド; バ−ン・リ−・ワツツ
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1980-10-06
Filing date: 1981-07-20
Publication date: 1985-02-23
Also published as: US4480304A; JPS5764850A

Description

【発明の詳細な説明】本発明の技術分野本発明は、汎用コンピュータ・システムを１つ又はそれ
以上のプログラムの上で同時に動作させる装置に関する
。

更に具体的には、本発明は、１つ又はそれ以上の中央電
子複合体で実行中の異つたプログラムによって共用され
ている資源へのアクセスをダイナミックに制御し、かつ
上記資源の保全性を維持するとともに、異つた中央電子
複合体の間で共用される制御パラメータの通信を最少な
らしめる装置に関する。背景の技術多くの作業ユニット又はサブタスクが共通のレコードヘ
アクセスする必要がある大型データ・ベース・システム
においては、データの保全性を維持するため同時的アク
セスを管理する必要がある。

従来までのデータ共用方式の１つは、単一区画内の２つ
又はそれ以上のサブタスクにより、２つ又はそれ以上の
ジョブ・ステップにより（複数の区画）、及び任意数の
ユーザにより（クロスシステム共用方式）ＶＳＡＭデー
タ・セットを同時にアクセス。

ＩＢＭ社から出版されたＶＳＡＭに関する手引書によれ
ば（例えば、Ｇ３２０−５７７４−０１、１９７９、９
５〜９７頁）、読出し又は書込みのためにデータ・セッ
トを開く多くのオプションが可能である。ＶＳＡＭクロ
ス区画／領域共用方式において、ＶＳＡＭデータ・セッ
トが定義されるとき、オプションはＤＥＦＩＮＥ指令の
ＳＨＡＲＥＯＰＴＩＯＮＳパラメータによって定義され
る。

最初のオプションによって、データ・セットは、出力処
理のために１人のュ−ザによってのみ開かれてよく（レ
コードを更新し又は付加するため）、又は議出し動作の
ためにのみ複数のユーザによって開かれてよい。このオ
プションによって、完全な読出し及び書込みの保全性が
与えられる。第２のオプションにおいて「データ・セッ
トは出力処理のために１人のユーザによって開かれるこ
とができ、議取りだけの処理のために複数人のユーザに
よって開かれることができる。このオプションにおいて
、ユーザは更新されつつあるレコードを読取ることがで
きるので、書込保全性は実現されるが、読取保全性は実
現されない。第３のオプションにおいて、データ・セッ
トは議取り及び書込み動作のために任意数のユーザによ
って開かれることができ、保全性（読取り又は書込み）
はＶＳＡＭによって実現されない。ＶＳＡＭクロス・シ
ステム共用方式では、第１オプションによって、データ
・セットは議取り及び書込み動作について任意数のユー
ザによって開かれることができるが、保全性はＶＳＡ肌
こよって実現されない。

第２オプションでは、データ・セットは任意数のユーザ
によって読取り及び書込み動作について開かれることが
できるが、ＶＳＡ肌まそれぞれの直接処理要求のために
新しいバッファを用意し、データ・セットの保全性を維
持するために、ＲＥＳＥＲＶＥ及びＲＥＬＥＡＳＥマク
ロがユーザによって使用されなければならない。第１オ
プションを除く上記オプションのいずれにおいても、Ｖ
ＳＡＭのュ−ザは「ＥＮＱ／ＤＥＱ又はＲＥＳＥＲＶＥ
／ＲＥＬＥＡＳＥマクロを使用して、データ・セットの
保全性を維持しなければならない。

従来までのＩＢＭＩＭＳ／ＶＳ製品において、そのよう
なマクロの発生は、プログラム分離手段の機能である（
ＩＭＳ／ＶＳ第１版手引書、プログラム番号５７４０
−ＸＸ２、リリース１．５、ＩＢＭ出版物ＳＨ２０一９
１４５−０、３．１２〜３．１４頁参照）。

しかし、この手段を使用しては、異つた中央電子複合体
（ＣＥＣ）上で動作を実行している複数人のユーザは、
共通のデータへ同時にアクセスすることはできず、大型
組織体によってデータ・ベースを効果的に使用しようと
する場合の大きな障害となる。共通のデータへ複数の同
時的アクセスを実行させる従来までの方式は、米国特許
出願第９６５８１び号に記載されている。この特許出願
は同時通報装置に関する。外部ェンキュ−装置（ＥＥＦ
）５は、それぞれのＣＰＵ及びコングルーアンス・クラ
ス（ｏｎｇｍｅｎｃｅｃｌａｓｓ）ごとに関心ビットを
有する。関心ビットのセットは、ＣＰＵが対応するコン
グルーアンス・クラスのデータ資源上でロックを保持し
ているか、又はそれを待機していることを示す。それぞ
れのＣＰＵは内部ェンキュー装置（ＩＥＦ）を含み、こ
のＩＥＦはそれぞれのコングルーアンス・クラスごとに
ロック・ビットを有する。データ資源へのアクセス要求
（リクエスト）は、ｍＦ内の対応するロック・ビットが
セットされていれば、ＣＰＵによって許されるが、上記
ロック・ビットがセットされていなければ、アクセス要
求は先ずＥＥＦへ、次いでＥＥＦにおいてアクセス要求
のコングルーアンス・クラスに関０を有する他のＣＰＵ
へ通報されねばならない。上記米国出願に説明されるシ
ステムは実際上同時通報装置であって、同時アクセスを
制御する構成は説明されていない。更に、ＥＥＦは別個
のハードウェア装置又はＣＰＵの１つに設けられる。Ｅ
ＥＦもこおける故障は、ＣＰＵ群といずれかのＣＰＵに
よるデータ資源アクセス要求の処理との間の通信を妨害
する。それぞれのＣＰ川こは、故障したＣＰＵ又はＥＥ
Ｈこよって後の回復動作のために設定されたロックを維
持する手段は設けられていない。本発明の要約本発明の
目的は、同一及び／又は異つた中央電子複合体（ＣＥＣ
）の上に在る複数のユーザによって、データ資源へのア
クセスが同時になされるのを制御する装置を提供するこ
とである。

本発明の他の目的は、サブシステム、通信、ロック・マ
ネジャの故障から回復を可能ならしめるロッキング装置
を提供することである。

本発明の他の目的は、データ資源へ同時にアクセスして
いるＣＥＣ群の間でロック・データの通信を最適化させ
るための通信プロトコルを提供することである。

本発明の他の目的は、マルチプログラミング及びマルチ
プロセッサ環境において、複数のユーザの間でデータ、
通信、及び計算資源を割当てるための汎用コンビュー外
こおける制御装置を提供することである。

本発明の他の目的は「ＣＥＣ、サブシステム又は通信リ
ンクが故障したために矛盾を有する共用データ資源への
アクセスを禁止する装置を提供することである。

本発明に従えば、マルチプロセシング、マルチプログラ
ミング汎用計算装置において、共用データ資源へのアク
セスを制御して、通信リンク、オペレーティング・シス
テム、サブシステム、又はロック制御装置に故障が生じ
たため、矛盾を有するかも知れないデータ資源へのアク
セスを禁止する装置が提供される。

複数の中央電子複合体の各々の中には、ロック制御装置
が含まれている。

ロック制御装置は、包括的なハッシュ表を含み、このハ
ッシュ表は、それぞれの複合体のために複数の調和クラ
スにおけるデータ源への関心の表示を含んでいる。更に
、ロック制御装置は、それに関連したサブシステムを識
別するサブシステム・リストを含んでいる。第１サブシ
ステムの故障に応答して、前に第１サブシステムの与え
られた全てのロックは、第１サブシステムのリスタート
又は回復によって解放されるまで、ロック制御装置の中
で保持される。他のサブシステムによるアクセスは、第
１サブシステムによってロックされていない特定のデー
タ資源に対してのみ可能である。第１複合体上で第１の
オペレーティング・システムが故障したことに応答して
、第１複合体のための包括的ハッシュ表のェントリィは
、他の複合体のロック制御装置中に記憶される。第１複
合体が関０を有するコングルーアンス・クラスにおける
データ資源へ新しいロックを付与することは、第１複合
体のための包括的ハッシュ表のェントリィが、第１複合
体のロック制御装置に関連した全てのサブシステムのリ
スタート／回復によってクリアされるまで禁止される。
２つの複合体を相互接続する通信リンクの故障に応答し
て、各複合体が前に関○を有していなかったコングルー
アンス・クラスのデータ線に対するロックの付与が禁止
されるように、それぞれの複合体が動作される。

実施例の説明本発明は、保全性を維持するとともに、故障からの回復
を可能にしつつ、また記憶装置、通信手段、計算装置な
どのコンピュータ資源を最適に使用しながら、データ資
源を共用する汎用コンピュータを動作させるコンピュー
タ構成を提供する。

米国特許出願第１９４４８３号において、包括的ハッシ
ュ表を用いて共用データヘアクセスする装置が開示され
ている。更に上記出願において、故障時点の間にロック
を保留し、故障に起因して矛盾を有するに至ったデータ
へのアクセスを禁止し、かつ回復を実行する装置が説明
されている。本発明は、実際上汎用コンピュータ・シス
テムを動作させる資源ロック・マネジャ・モジュール中
に設けられる。

資源ロック・マネジャ機能は、次の手順を含む。ＬＯＣ
Ｋ、ＵＮＬＯＣＫ、ＩＮＱＵＩＲＹ、ＩＮＱＲＥＳＰ、
一ＧＨＴＵＰＤ、ＧＲＡＮＴ、ＰＴＢ、ＩＤＥＮＴ、Ｑ
ＵＩＴ、ＶＥＲＩＦＹ、ＰＵＲＧＥ、Ｆム止Ｌ、ＲＥＣ
〇ＮＮＥＣＴ。

上記の手順は次のようなデータ・オブジェクト（船ｔｅ
ｏｂｊｅｃｔ）を使用する。ＭＣＢマスタ制御ブロッ
クＲＲＨＴ資源ハッシュ表ＧＨＴ包括ハッシュ表ＲＧＨＴ保留。

ック包括ハッシュ表ＲＨＢ資源へッダー・ブロックＲＬＢ資源ロック・ブロックＷＨＢ作業ユニット・ブロックＳｍＢサブシステム識別ブロックＩＳＬ識別サブシステム・リストＲＬＰＬ資源ロック・リクエスト・パラメータ１リス
トこれらのデータ・オブジェクトは第２図に関連して説
明する。

第２図は、ＩＲＬＭ６１、６２の構成を示したものであ
り、各種のデータ共用及び故障モードについて、これら
のデータ構造の間の関係を説明するのに有用な図である
。ＲＨＢ、ＲＬＢ、ＷＨＢ、ＳｌＯＢは後で詳細に説明
するように、それぞれのＣＥＣの中でダイナミックに構
成される。

図面の詳細な説明に入る前に、上記の手順を説明してお
く。

ＬＯＣＫこの手順は新しいロック・リクエストのためにＲＬＢを
形成する。

ＲＬＰＬハッシュ値及び資源名称を使用して、ＲＨＴ−
ＲＨＢを探索し、要求された資源のためのＲＨＢが存在
するかどうかを決定する。包括的なロック・リクエスト
を付与するため、ＩＲＬＭ制御ブロックへ次のような変
更がなされる。１要求されたハッシュ値に対応するＧ
ＨＴェントリィにおいて、ロックを付与するＩＲＬＭの
関心ビットがオンにされる（既にオンになっていなけれ
ば）。

２もしこのＩＲＬＭがＧＨＴェントリィの私的使用を
有するならば、対応するＲＨＴマスク私的使用ビットが
オンにされる。

３要求されたハツシュ値及び資源名称を含むＲＨＢが
形成される（既に形成されていなければ）。

ＲＨＢ関心マスクは、どのＩＲＬＭが資源に対してロッ
クを保持するかを示す。４ロック保持手段の作業ユニ
ット識別情報を含むＷＨＢが形成される（既に形成され
ていなければ）。

ＷＨＢはリクエストしているＩＭＳ／ＶＳのＳｍＢへ接
続される。５保持されたロックを表わすためＲＬＢが
形成される。

ＲＬＢはロックの保持された状態を含む。ＲＬＢはＲＨ
Ｂ及びＷＨＢへ接続される。ＰＴＢこの手順は、ロック
。

リクエストが直ちに付与されてよいが、他のＩＲＬＭと
の通信を待機しなければならないが、ＩＲＬＭ又は通信
リンクの故障によって創出された事故のために拒絶され
ねばならないかを決定する。この手順は次のようなＩＲ
ＬＭ共用モードを処理する。

１正常の共用モード＝双方のＩＲＬＭが実行中であり
、相互に通信している。２１ＲＬＭ故障モード＝一方
のＩＲＬＭが現在実行していない。

このＩＲＬＭは他のＩＲＬＭのために暗黙的にロックを
保留している。このＩＲＬＭは、他のＩＲＬＭの関Ｄビ
ットを含むＧＨＴヱントリィヘハッシュ値を入れた新し
いＲＨＢのために、ロックを付与することはできない。
３通信故障モード＝双方のＩＲＬＭは実行中であるが
、相互に通信していない。

ＩＲＬＭは、通信リンクの故障時に私的使用を有してい
たＧＨＴェントリィに対してのみロックを付与すること
ができる。瓜ＱＵＩＲＹこの手順は、他のＩＲＬＭから送られた包括的なロック
照会リクエストを処理する。

もし照会ＩＪクェストが、このＩＲＬＭによって保持さ
れたロックと両立すれば、応答メッセージがリクエスト
を行ったＩＲＬＭへ送られる。このメッセージは、ＩＲ
ＬＭへロックを付与してよい旨を通知する。それは更に
、ＩＲＬＭが資源の上にロックを現在保持しているかど
うかを通知する。もし照会が両立的でなければ、ＲＬＢ
がその照会のために形成され、ＲＨＢ待機連鎖の上に置
かれる。非両立性を生じた保持ロックが解放されると、
上記の応答メッセージは照会を行ったＩＲＬＭへ戻され
、今やロックを付与してよい旨を通知する。瓜ＱＲＥＳ
Ｐこの手順は、包括的なロック照会リクエストに応答して
受取られたメッセージを処理する。

ＵＮＬＯＣＫこの手順は、ＩＭＳ／ＶＳによって出され
たＵＮＬＯＣＫリクエストを処理する。

ＵＮＬＯＣＫリクエストＲＬＰＬは、ロック・トークン
（ＬＯＣＫ手順によって戻されたＲＬＢアドレス）、又
はハツシュ値、資源名称、解放されるべきロックの作業
ユニット識別情報を含む。ＧＲＡＮＴこの手順はロック・リクエストを受入れる。

もしリクエストがＲＨＢ待機連鎖上にあり、他のＩＲＬ
Ｍからの照会でなければ、それはＲＨＢ保持連鎖へ移動
させられる。もしリクエストが照会リクエストであれば
、ＲＬＢは待機連鎖から除去されかつ解放される。ロッ
クを受入れる旨のメッセージが、照会したＩＲＬＭへ送
られる。ＧＨＴＵＰＤこの手順は、他のＩＲＬＭから受取られたメッセージの
内容に基づいてＩＲＬＭのＯＨＴを更新する。

０〕ＥＮＴこの手順はＩＭＳ／ＶＳＩＤＥＮＴリクエストを処理す
る。

ＩＤＥＮＴはＩＭＳ／ＶＳをＩＲＬＭへ接続する。ＩＭ
Ｓ／ＶＳは、他のＩＲＬＭリクエストを出す前に、ＭＥ
ＮＴリクエストを出さねばならない。この手順は、ＩＭ
Ｓ／ＶＳのためにＳＩＤＢ（サブシステム識別ブロック
）を形成する。双方のＩＲＬＭのＩＳＬは更新され、Ｉ
ＭＳ／ＶＳがＩＤＥＮＴリクエストを出された特定のＩ
ＲＬＭへ接続されていることを示す。ＭＥＮＴリクエス
トが出された時点で、ＩＭＳ／ＶＳのためにロックを明
示的に保留する（ＱｍＴＲＥＴＭＮ）及び／又は暗黙的
に保留する（ＩＲＬＭ／システム／通信リンクの故障）
こととなる以上の活動に起因して、ＩＭＳ／ＶＳのため
のＩＳＬ中にェントリイが既に存在するかも知れない。

ＱＵＩＴこの手順はＱＵＩＴリクエストを処理する。

このリクエストはＲＥＴ山Ｎ又はＲＥＬＥＡＳＥを指定
してよい。ＲＥＴＭＮは、そのリクエストを出したＩＭ
Ｓ／ＶＳによって現在保持されている全てのロックを保
留することを意味する。ＲＥＬＥＡＳＥは、保持されて
いる全てのロック、又はこのＩＭＳノＶＳのために以前
に保留された全てのロックを解放する（ＵＮＬＯＣＫ）
ことを意味する。保持されたロックは、ＷＨＢから関連
したＲＬＢを除去し、ロックを保持しているＩＭＳ／Ｖ
ＳのＩＳＬェントリィによって指定された１つのダミー
ＷＨＢから、上記除去されたＲＬＢを連鎖することによ
って、保留されたロックへ変換される。

どのロックが保留され又は解放されたかによって、全て
のＷＨＢ及びＩＭＳ／ＶＳに関連したＳＩＤＢが解放さ
れる。ＶＥＲＩＦＹこの手順はＩＲＬＭＶＥＲＩＦＹリクエストを処理す
る。

ＶＥＲＩＦＹは、１つのＩＭＳ／ＶＳが他のＩＭＳ／Ｖ
Ｓと特定のデータ・ベースへのアクセスを共用している
時、上記他のＩＭＳ／ＶＳを確実にＩＲＬＭへ知らせる
ため、上記１つのＩＭＳ／ＶＳによって出される。ＩＲ
ＬＭに知られていることは、ＩＭＳ／ＶＳのためのェソ
トリィがＩＲＬＭＩＳＬ中に存在することを意味する。
ＩＳＬェントリィの存在は、ＩＭＳ／ＶＳによって保持
されたロックが依然として保持又は保留されていること
を確実にする。いずれかのＩＲＬＭに関連した全てのＩ
ＭＳ／ＶＳは、双方のＩＲＬＭのＩＳＬにあるＩＳＬェ
ントリィを含むので、ＶＥＲＩＦＹリクエストを処理す
るため、他のＩＲＬＭと通信する必要はない。

ＰＵＲＧＥこの手順はＩＲＬＭＰＵＲＧＥリクエストを処理する。

ＰＵＲＧＥはＩＭＳ／ＶＳ又はそれに代って実行される
回復プログラムによって出される。ＰＵＲＧＥは、故障
が起ったため非両立的状態に残されたＩＭＳ／ＶＳデー
タ・ベースを訂正した後に出される。ＰＵＲＧＥリクエ
スト・メッセージは他のＩＲＬＭへ送られる。

他のＩＲＬＭこよっても同じ論理が実行される。ＦＡ止
Ｌこの手順は、他のＩＲＬＭとの通信を喪失させた故障の
検出を処理する。

ＲＥＣＯＮＮＥＣＴこの手順は、１つのＩＲＬＭと他のＩＲＬＭとの再接続
を処理する。

この手順への入力は次のとおりである。

１他のＩＲＬＭがこのＩＲＬＭとの以前の接続を記憶
しているかどうかの表示。

２他のＩＲＬＭのＧＨＴの内容。

３他のＩＲＬＭのＲＧＨＴの内容。

４他のＩＲＬＭのＩＳＬの内容。

第１図は、ＤＡＳＤ１３，１４に記憶されたデータへの
アクセスを共用する複数のＣＥＣＩ１，ｌ２を含む典型
的システムを示す。

それぞれのＣＥＣＩ１，１２において、多数のデータ記
憶領域及びプログラム領域を含む実アドレス又は仮想ア
ドレスのスペースが存在する。第１図において、本発明
に関連する部分は、上位オペレーティング・システム２
１，２２、情報管理システム（ＩＭＳ）３１〜３４、バ
ツフア・プール４１，４４、データ・ベース回復制御（
ＤＢＲＣ）システム５１，５２、ＩＭＳ資源ロック
・マネジャ（ＩＲＬＭ）６１，６２である。皿Ｓ３１〜
３４の各々は、取引ログ・テープ７１〜７４の１つと通
信することができる。

ＣＥＣＩ１，１２は通信制御装置２７（又はチャネル間
ァダプタ）によって相互接続されており、共用のＤＡＳ
Ｄ１３，１４及び制御データ・セット５７を介して柔軟
結合されている。それぞれのＣＥＣＩ１，１２はＩ
ＢＭシステム／３６０又はＢＭシステム／３７０の如き
汎用中央処理ユニット、主記憶装置、仮想記憶装置、チ
ャネル及び周辺装置を含む。

ＩＢＭシステム／３６０又はｍＭシステム／３７０のア
ーキテクチャーは米国特許第３４００３７１号及びＩＢ
Ｍ社の出版物（例えば「旧ＭＳれｅｍ／３７０Ｐｒｉ
ｎｃｉｐｌｅｓｏｆＯｐｅｒａｔｉｏｎ、ＧＡ２２−７
０００−６）に解説されている。それぞれのＣＥＣＩ
１，１２はＩＢＭシステム／３６０又はｍＭシステム
／３７０オペレーティング・システムの如き上位オペレ
ーティング・システム２１，２２の制御の下で動作する
。

このようなオペレーティング・システムは田Ｍ社の出版
物（例えば、出版物番号ＧＣ２２−６５３４、ＧＣ２８
一０６６１、ＧＣ２０−１８００）に説明されている。
ＩＭＳ３１〜３４はそれぞれの上位システム２１，２
２の制御の下で動作し、通信制御装置２７をインターフ
ェイスするため、これらの上位システムを利用する。通
信制御装置２７は、例えば旧Ｍ３７０５通信制御装置で
あってよい。本発明は、ＢＭ社の出版物ＳＨ２０一９１
４５−０１こ説明されるＩＢＭＩＭＳ／ＶＳ（プログラ
ム製品番号５７４０−ＸＸ２）の使用効率を改善し、同
一又は異ったＣＥＣ上で動作を実行しているＩＭＳ３１
〜３４の間でＤＡＳＤ１３，１４上にあるデータを
共用する新規な装置を提供することである。それぞれの
ＣＥＣＩ１，１２にあるＤＢＲＣシステム５１，５２
は制御データ・セット５７を共用する。

制御データ・セット５７は、ｍＭ３３５０の如き直接ア
クセス記憶装置におかれてよい。ＤＢＲＣシステムの例
はｍＭＩＭＳノＶＳデータ・ベース回復制御機能（プロ
グラム番号５７４０−ＸＸ２）である。これはＩＢＭ出
版物ＳＨ３５一００２７−１に説明されており、後述す
るように本発明に従う計算システムを動作させるために
変更される。第１図を参照して、２つのＣＥＣＩ１，１
２を含む典型的計算システムの動作を説明する。

故障が存在しないものと仮定すると、１つ又はそれ以上
のアプリケーション・プログラム（図示せず）は、それ
ぞれのＣＥＣにおいてマルチプログラミング環境で動作
を実行する。それぞれのＣＥＣはＩＭＳ３１〜３４のい
ずれかの制御の下にある。ＩＭＳ３１の下で動作を実行
しているアプリケーション作業ユニットが、例えばＤＡ
ＳＤ１３に存在するデータ資源へのアクセスを要求する
時、ＩＭＳ３１はロック要求を発生し、線３５を介して
ＩＲＬＭ６１へ伝達する。ロック要求は表１に示される
ような情報を含む。表１ロック・リクエスト・フオ
血マットキー・フィールドは、アクセスが要求されるデ
ータ・ベース・レコード又は資源の名称を含む。ハッシ
ュ・フィ−ルドは資源のハッシュ・クラス（ｈａｓｈｃ
ｌａｓｓ）又はコングルーアンス・クラスを含む。これ
らのクラスは、米国特許出願第９６５８１０号に説明さ
れるように、これまでに使用可能な多くのハッシュ法の
１つによって決定される。状態フィールドは、８つのロ
ック状態の１つを指定し、データ資源が２つ以上の作業
ユニットによってロックされている時、結果の状態及び
両立性（ｃｏｍｐａｔｉｂｊｌｉツ）を決定するために
使用される。作業ユニットが、最初の。ック要求の時と
は違った状態を指定して、２度目に資源をロックする時
、データ資源が所与の作業ユニットによって２度以上ロ
ックされるのを許すために、ロックが最終的に保持され
る状態は、最初の状態によって付与された特権を失うこ
となく第２の状態の特権を有するものでなければならな
い。これは非階層的特権順序を許す。その順序では、そ
れぞれの高次の状態は先行する状態の全ての特権を必ず
しも合まない。同一の作業ユニットによる同一の資源に
ついて、ロック要求の状態フィールドの値と、先行する
ロック要求の状態値とは、第３状態を得るため次のよう
な結果状態マトリクスへ入れられる。

次いで、ロック要求は第３状態へのりクェストとしてＩ
ＲＬＭ６１で処理される。火２２つの作業ユニットが同一の資源ヘアクセスしている時
、ロック要求状態が両立するかどうかを決定するため、
次のようなマトリクスが使用される（Ｘは両立しないこ
とを示す）。

表３表１のロック要求フオーマットへ戻って、ＳｍＢアドレ
ス・フィールドは、システム識別ブロック中のメモリ・
ロケーションを指定し、後に詳細に説明するように、Ｉ
ＲＬＭ６１の作業へッダー・ブロック（ＷＨＢ）ヘアク
セスするために使用される。

オプション・フィールドは、ロック要求が条件つきであ
るか、無条件であるかを指定する。もし「条件つき」オ
プションが指定され、資源が前に非両立状態においてロ
ックされたことを瓜ＬＭが決定すると（表３参照）、作
業ユニットは、ロックが付与され得ないことを通知され
る。しかし、「無条件」オプションが指定されたのであ
れば、要求されたロックは待機させられ、作業ユニット
は、先行するロックが解放されかつ待機させられた要求
が許容される時点を通知されるのみである。ロック要求
を処理するに当って、ＩＲＬＭ６１は線２５、ＣＥＣ２
１、線２３、通信制御装置２７、線２４、ＣＥＣ２２、
線２６を介してＩＲＬＭ６２と通信する。

そのような通信が必要であるか無用である条件は、ロッ
クを付与する構成及びステップとともに、後で詳細に説
明する。ＩＭＳ３１へのロックがＩＲＬＭ６１によって
付与されると、ＩＭＳ３１は線８１を介してＤＡＳＤ１
３中の所望のデータヘアクセスし、データをバッファ・
プール４１へ読出す。

アプリケーション作業ユニットがデータを処理している
過程中約束された時点で、データはＤＡＳＤ１３へ書房
され、ＩＲＬＭ６１はロックの解放を通知される。この
ようにして、ＩＭＳ３１〜３４はＩＲＬＭ６１，６２
と脇勤し、ＤＡＳＤ１３，１４上のデータヘアクセスし
、バッファ・プール４１〜４４中に記憶されたデータ上
で動作する。肌Ｓ３１〜３４は、故障時の回復に備えて
、取引ログ・テープ７１〜７４上に全ての取引き（Ｕａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ）のログを維持している。

ＤＢＲＣ５１，５２は制御データ・セット５７へのアク
セスを共通しており、システムの故障又はその他の故障
の場合に、後に詳細に説明するように、データ・ベース
の回復を制御するためＩＭＳ３１〜３４と協動する。こ
こで第２図を参照すると、そこにはＩＲＬＭ６１の詳細
が示される。

ＩＲＬＭ６１は本発明に従うコンピュータ・システムの
動作中に使用される基本データ・オブジェクトを限定す
る。資源ロック要求パラメータ・リスト（ＲＬＰＬ）１
１０は、ＩＲＬＭ６１へりクェストを与えるためＩＭ
Ｓ３１，３３によって使用される。

本実施例において、それは３２ビット資源ハッシュ値２
１０、３２バイト資源名称、４バイトＳＩＤＢアドレス
２１１、８バイト作業ユニット識別情報、１バイト要求
ロック状態、オプション・ィンディケータ（条件つき又
は無条件）を含む。マスタ制御ブロック（ＭＣＢ）１
１２は次の構成要素及び連鎖ヘアドレス・ポィンタ２０
１〜２０５，２６１を与える。

ＲＨＴＩ１４、ＧＨＴＩ１６、ＲＧＨＴＩ１
８、ＬＳＬ１２０、ＳＩＤＢ１２２（ＳＩＤＢ
１２２，１２４、連鎖２１２の最初のもの）、及びＲＬ
Ｂ１６１（他のＩＲＬＭ６２からの要求に対応する待機
ＲＬＢ１６１，１６５，１６７、連鎖２６２〜２６３に
おける最初のもの）。資源ハッシュ表（ＲＨＴ）１１
４は５１２個のェントリイを含む。それぞれのェント
リイは８バイト長であり、３２ビット・マスク（４バイ
ト）及び対応するＲＨＴハッシュ・クラス（ハッシュ群
又はコングルーアンス・クラスとも呼ばれる）における
最初のＲＨＢ１４０及び１４４に対する４バイト・ポィ
ンタ（例えば２２０，２２２）を含む。ＲＨＴビット・
マスク中の各ビットは、ＧＨＴＩ１６における１６３
８４個のェントリィの１つに対応し、それがセットされ
ていれば、後に詳細に説明するように私的使用インデイ
ケータを示す。包括ハッシュ表（ＧＨＴ）１１６は１
６３８４個のェントリイを含む。それぞれのェントリイ
は１バイト長であり、その各ビットは１つのＩＲＬＭ識
別情報（ＩＲＬＭＩＤ）に対応する。しかし本実施例に
おいては、２個のビットが使用される。１つのビットは
ＩＲＬＭ６１のためのＩＲＬＭｍ＝１に対応し、他のビ
ットはＩＲＬＭ６２のためのＩＲＬＭＩＤ＝２に対応す
る。

ＧＨＴＩ１６中のビットがオンであればトそれは対
応するＩＲＬＭｍを有するＩＲＬＭ６１，６２が少なく
とも１つの資源上でロックを保持し（及び／又は）待機
していることを意味する。このロックはＧＨＴＩ１
６のエントリイへ入れられている。保留ロック包括ハッ
シュ表（ＲＧＨＴ）１１８は１６３８４個のェントリ
ィを含む。ＧＨＴＩ１６と同じように、ＲＧＨＴＩ１
８中のそれぞれのェントリイは１バイト長であり、本実
施例においては、２個のビット０及び１が使用される。
ビット０はＩＲＬＭ６１のためのＩＲＬＭｍ＝１に対
応し、ビツトーはＩＲＬＭ６２のためのＩＲＬＭＩＤ＝
２に対応する。ＲＧＨＴＩ１８におけるェントリイ中
のオンのビットは、対応するＩＲＬＭＩＤを有するＩＲ
ＬＭ６１，６２が少なくとも１つの資源上でロックを保
持（及び／又は）待機していたことを意味する。そのロ
ックは、ＩＲＬＭが故障した（異常状態で終了した）時
点で、上記ＲＧＨＴェントリィに対応するＧＨＴエント
リイへ入れられたものである。ビットがオンのＲＧＨＴ
ェントリイへ入れられたロックに対しては、新しいロッ
ク要求は付与されない。識別サプシステム・リスト（Ｉ
ＳＬ）１２０は、ＭＥＮＴ手順によって限定されたェン
トリィのリストである。

それぞれのＩＲＬＭ６１，６２はＩＳＬ１２０と同じも
のを含む。ＩＳＬ１２川ま双方のＩＲＬＭに関連した全
てのＩＭＳ３１〜３４を示す。ＩＳＬ１２０のヱントリ
イは次のようである。○｝８バイトＩＭＳ３１〜３４
の名称。■ ＩＭＳ３１〜３４が接続される又は最後に
接続されていたＩＲＬＭ６１，６２のＩＲＬＭＩＤ。

【３１１バイトの「ＱＵＩＴＲＥＴ山Ｎ保留」マスク
。その各ビットは、ＧＨＴェントリイの場合と同じよう
に、ＩＲＬＭへ割当てられ、このマスクのビットがオン
であることは、明示ＱＵＩＴＲＥＴＡＩＮ要求によって
、対応するＩＲＬＭ６１，６２がこのＩＭＳ３１〜３
４のためにロックを保留されていることを意味する。

【４｝１バイトの「ＩＲＬＭ乃至通信故障保留」マス
ク（ＩＳＬＦＭＳＫ）。

その各ビットは、ＧＨＴェントリイの場合と同じように
、ＩＲＬＭへ割当てられ、このマスクのビットがオンで
あることは、対応するＩＲＬＭがこのＩＭＳのためにロ
ックを保持していたこと、及びＩＲＬＭ乃至システム乃
至通信故障が生じたことを意味する。■ ダミーのＷＨ
Ｂ１３０へ行く４バイト・ポィンタ２２３。

ＷＨＢ１３０から保留ロックＲＬＢ１５６，１５３、連
鎖２５１，２５２が接続される。これはＱｍＴＲＥＴＡ
ＩＮの場合にのみ存在する。即ち、後に詳細に説明する
ように、ＱＵＩＴ要求が出された時、ＩＭＳ３１〜３４
が接続されたＩＲＬＭ６１，６２のＩＳＬ１２０にのみ
存在する。ＩＭＳサブシステム識別ブロック（ＳｍＢ）
１２２，１２４は、ＩＭＳ３１〜３４がＩＲＬＭへ通
知された後、ＩＲＬＭ６１又は６２によって構築される
。

ＩＭＳの作業ユニットに対するＷＨＢは、このフロック
から連鎖される。例えば、ＳＩＤＢ１２２はＷＨＢ１３
２へ連鎖され２１３、ＳｌＯＢ１２４はＷＨＢ１３４及
び１３６へ連鎖される２１４及び２１５。それぞれの作
業ユニット・ブロック（ＷＨＢ）１３２，１３４，１３
６は、ロックを保持し（及び／又は）待機しているＩＭ
Ｓ作業ユニットを表わし、ＷＨＢに関連した全ての保持
及び待機ＲＬＢの連鎖を含む。

待機ＲＬＢ１６６，１６３，１６０及び保持ＲＬＢ
１５１，１５４はＷＨＢ１３６へ連鎖される２３
１，２３２，２３３，２３４，２３５。保持ＲＬＢ１
５５，１５２，１５０はＷＨＢ１３２へ連鎖される２
４１，２４２，２４３。資源へッダー・フロツク（ＲＨ
Ｂ）１４０，１４２，１４４は、ロックが要求され（及
び／又は）保持されているそれぞれの資源名称のために
創出される。複数のハツシュ群の１つ（ＲＨＴェントリ
ィの１つに対応する）に属する全てのＲＨＢはＲＨＢ連
鎖を形成する。それぞれのＲＨＢは次のようなェントリ
イを含む。○｝資源ハッシュ値（３２ビット）。【２
）資源名称（３２ビット）。

‘３｝ＩＲＬＭ関Ｄマスク。

これはＧＨＴエントリイの場合と同じように使用される
。このマスクのビットのオンは、対応するＩＲＬＭがこ
の資源上でロックを現在保持していることを意味する。
｛４）ＲＨＢ連鎖ワード。これは同じＲＨＴェントリィ
へ入れられるＲＨＢの連鎖を維持するために使用される
。例えば、ＲＨＢ１４川まＲＨＢ１４２へ連鎖され２２
１、ＲＨＴＩ１４中のェントリィへ接続される２２０。
ＲＨＢ１４４はＲＨＴＩ１４中の異つたェントリィへ接
続される２２２。‘５｝ＲＨＢをロック保持ＲＬＢ及
びロック待機ＲＬＢの連鎖へつなぐ待機ＲＬＢ連鎖ワー
ド及び保持ＲＬＢ連鎖ワード。

例えば、ＲＨＢ１４０は、ロック保持ＲＬＢ１５０〜
１５１へ連鎖され、かつロック待機ＲＬＢ１６０〜１６
１へ連鎖される１６８。ＲＨＢ１４２は、ロック保
持ＲＬＢ１５２〜１５４へ連鎖され１５７、かつロック
待機ＲＬＢ１６３，１６５へ連鎖される１６９。ＲＨＢ
１４４は、ロック保持ＲＬＢ１５５，１５６へ連鎖され
１５８、かつロック待機ＲＬＢ１６６，１６７へ連鎖さ
れる１７０。それぞれの資源ロック・フロツク（ＲＬＢ
）は、ロックの保持手段又はロックを獲得するためのり
クェスト待機手段を表わしている。

それぞれのＲＬＢはロック状態を含む。第２図のデータ
構成は、例えば１つのＩＲＬＭ６１の典型的構成を表わ
し、他のＩＲＬＭ６２についても同様の構成が存在する
。

いくつかのデータ・オブジェクトは同期を維持され（即
ち、実質的に同一）、従って正常な処理過程で通信の遅
延が生じてもよい。これに該当るものはＧＨＴ、ＲＧＨ
Ｔ、ＩＳＬなどである。

ＩＭＳ資源ロック・マネジヤＩＲＬＭ６１，６２はＭＳ
３１〜３４のデータ共用機能によって使用されるロック
・サービスを与える。

ロック・サービスは肌Ｓサブシステム、ＶＴＡＭ、シス
テム間通信リンク、ＭＶＳなどの故障時にロックを保留
することを含む。保留されたロックは、故障のために矛
盾を有するかも知れないデータ・ベース（ＤＡＳＤ１３
，１４）情報へのアクセスを禁止する。

ＩＭＳ／ＶＳ共用デタ環境におけるデータ・ベース情報
の保全用性は、ＤＬ／１データ管理機能（肌Ｓ３１〜３
４の構成要素）、ＤＢＲＣ５１，５２及びＩＲＬＭ６１
，６２の共同責任である。ＤＬ／１（ＩＭＳの構成要素
）はＤＡＳＤ１３，１４へのアクセスを実行し、各種の
故障が発生した時、データ・ベースを回復乃至修復する
ために使用される取引ログ・テープを維持する。ＤＢＲ
Ｃ５１，５２はデータ・ベース・データ・セットの使
用情報を保持する。

この情報は、どの皿Ｓ／ＶＳサブシステムが現在各々の
データ・セットを使用しているかを示す。ＩＭＳ３１〜
３４は、ＯＡＳＤ１３，１４上でデータ・セットを割当
てる時、ＤＢＲＣ５１，５２を呼出す。データ・セット
を割当てる時、ＤＢＲＣ５１，５２は、現在データ・セ
ットを使用さているＩＭＳ３１〜３４の名称を含むリス
トを、ＩＭＳ３１〜３４へ戻す。ＩＭＳ３１〜３４は、
ＩＭＳ３１〜３４の名称リストを送ることによって、Ｉ
ＲＬＭ６１〜６２のサービス（ＶＥＲＩＦＹ）を呼出す
。ＩＲＬＭは、リスト中のそれぞれのＩＭＳ３１〜３４
が現在ＩＲＬＭ６１〜６２のサービスを使用しているか
どうかを示す表示を、ＩＭＳ３１〜３４へ戻す。ＩＲＬ
Ｍ６１，６２のサービスの使用は、ＩＭＳがＩＲＬＭを
使用している時故障が生じ、ＩＲＬＭがそのロックを保
持している場合が含まれる。ＩＭＳ３１〜３４のいずれ
もＩＲＬＭ６１〜６２によって知られていなければ、Ｉ
ＭＳ３１〜３４はデータ・セットを割当てない。これが
必要である理由は、ＩＲＬＭ６１〜６２がＩＭＳ３１〜
３４の各々のためにロックを保持するのでなければ、デ
ータ・セットの継続的使用が、データの保全性を危険に
するからである。前述したように、それぞれのＩＲＬＭ
６１，６２は、ＩＭＳ／ＶＳ識別サブシステム・リスト
（ＩＳＬ）中に、２システム環境において２つのＩＲＬ
Ｍのいずれかへ現在接続されている全てのＩＭＳ３１〜
３４のリストを保持している。

ＩＳＬ１２０は、入力リスト中のＩＭＳサブシステム名
称がＩＳＬ１２０中にあるかどうかを決定するため、Ｖ
ＥＲＩＦＹリクエストを処理するために使用される。そ
れぞれのＩＲＬＭ６１，６２はそこに接続されたＩＭＳ
３１〜３４のためのロックを保持する。ＩＲＬＭ６１
，６２はＧＨＴＩ１６及びＲＧＨＴＩ１８と同じも
のを含む。ＩＳＬ１２０、ＧＨＴＩ１６、ＲＧＴ
ＨＩ１８はシステム間通信、サブシステム、及び／
又はシステムの故障時にロックを保護する情報を与える
。

ＩＭＳ３１〜３４が機能を停止した場合のロックの保留
に関しては、ＩＲＬＭ６１〜６２が、故障したＩＭＳに
よって保持されている全てのロックを維持する。これに
よって、故障したサブシステムによって共用されていた
データ・ベースを継続的に使用することができる。ロッ
クは、故障のために矛盾するに至った特定のデータ項目
へのアクセスを禁止するが、データ・ベースの全ての他
の部分へのアクセスは許される。故障したＩＭＳのため
にリスタート又は回復処理が実行される時、ＤＬ／１は
保留されたロックの解放をＩＲＬＭ６１，６２へ要求し
、データ・ベースへの完全なアクセスを可能にする。上
位オペレーティング・システム２１，２２の１つが故障
すると、他のオペレーティング・システム中のＩＲＬＭ
６１又は６２は、故障したオペレーティング・システム
中のＩＲＬＭのためにＧＨＴＩ１６をＲＧＨＴＩ１８
中に保留する。

ＧＨＴＩ１６は、故障したＩＲＬＭ６２又は６１が
資源ロックを保持した全てのハツシュ・クラスを示す。
他のＩＲＬＭは、故障したＩＲＬＭの関心ビットが対応
するＧＨＴＩ１６のェントリイから除去されるまで
、上記ハッシュ・クラスにおける資源のために新しいロ
ック要求を付与しない。上記関０ビットは、故障したＩ
ＲＬＭと関連したＩＭＳサブシステムの全てのためにリ
スタート又は回復が実行される時にクリアされる。リス
タートノ回復は、故障の後に動作を継続しているシステ
ム、又はリスタートした後の元のシステム上で実行され
てよい。ＧＨＴＩ１６は、システム間通信装置が故障
している間でもプロセスを継続することができる。ＧＨ
ＴＩ１６のェントリィが１０の値を有すると、それは
ＩＲＬＭ６１がそのエントリイヘマツプされている資源
の上にロックを保持し、ＩＲＬＭ６２がそのような資源
の上にロックを保持していないことが意味する。０１の
値は、ＩＲＬＭ６２がェントリィヘマップされている資
源上にロックを保持しているが、ＩＲＬＭ６１は保持し
ていないことを意味する。

通信装置の故障中、ＩＲＬＭ６１は値１０のＧＨＴェソ
トリィヘマップされている資源についてロックを付与し
、ＩＲＬＭ６２は値０１のェントリィヘマップされた資
源についてロックを付与する。他の値を含む℃ＨＴェン
トリィヘマツプされた資源については、いずれのＩＲＬ
Ｍも新しいロックを付与しない。通信が再び確立される
時、２つのＩＲＬＭはＧＨＴ及びＩＳＬを形成するため
情報を交換し、次いで２つのＩＲＬＭは新しいＧＨＴを
使用して正常なロック機能を再開する。ここで第１図を
参照して、本発明に従う２個のＣＥＣを含むコンピュー
タ・システムがどのように動作するかを説明する。

システム（ＩＭＳ３１〜３４）、通信（通信制御装置２
７、上位オペレーティング・システム２１，２２、線２
３，２４）、及びＩＲＬＭ６１，６２が故障した場合、
コンピュータ・システムがロックを保留する動作は、主
としてＤＢＲＣ５１，５２、制御データ・セット５７、
及びＩＲＬＭ６１，６２のＩＳＬ１２０、ＧＨＴＩ
１６、ＲＧＨＴＩ１８の構成如何による。

ＤＢＲＣ５１，５２はＤＡＳＤ１３，１４中に記憶され
たデータ・ベースを再構成するため、故障の後にＩＭＳ
３１〜３４と協働して取引ログ・テープ７１〜７４を組
合せる。

更に、ＤＢＲＣ５１，５２はどのＩＭＳがデータにアク
セスしつつあるかをＩＭＳ３１〜３４へ通知するように
動作する。そのため、ＤＢＲＣ６１，５２はそれぞれの
ＩＭＳによるデータ・ベースの使用状況、即ちＩＭＳが
それぞれのデータ・ベースヘアクセスしたレコード、及
びその状態（更新か、議出しのみかなど）を維持する。
ＤＢＲＣ５１，５２の例はＩＢＭ社の出版物ＳＨ３５
−００２７一１に説明されたＩＭＳ／ＶＳデータ・ベー
ス回復制御機能（プログラム番号５７４０一ＸＸ２、第
２版、１９７ｇ王３月）である。

上記回復制御機能は後に説明する動作を実行するように
変更されるが、この変更は本発明を構成するものではな
い。本発明の装置で使用さるロック保留装置は、ＩＲＬ
Ｍ６１，６２の制御の下で動作するステップ及びそれら
の相互関係に関連を有する。本発明を完全に理解するた
めには、ＩＲＬＭ６１，６２が動作する環境、ＤＢＲＣ
５１，５２及びＩＭＳ３１〜３４によって実行される機
能を考察することが必要である。アプリケーション・プ
ログラム又は作業ユニットがＤＡＳＤ１３，１４上のデ
ータ・ベースへ更新のためにアクセスする時「それはバ
ッファ・プール４１〜４４へ置かれる。

レコードが変更され又は加えられた後、それはＤＡＳＤ
１３，１４へ書房される。他のバッファ・プール４１〜
４４にあるデータ・ベースの関連部分は、上記変更に従
って訂正され、変更の記録及び一連番号が取引ログ・テ
ープ７１〜７４の１つに記録される。後に、データ・ベ
ースが破壊された時、それは取引ログ・テープ７１〜７
４にある情報が回復されてよい。問題は「異つた取引ロ
グ・テープから正しい順序でデータ・ベース（ＤＡＳＤ
１３，１４）に対して組合せの変更を行う場合である。
そのような場合の回復を制御するため、ＤＢ５１，５２
及びＩＲＬＭ６１，６２は次のようなプロトコールに従
って使用される。ＩＭＳ３１の制御下にあるアプリケー
ションがＤＡＳＤ１３上のデータ資源へのアクセスを要
求するものと仮定する。

デ−タ共用乃至ロツキングの脇動動作は次のとおりであ
る。‘１｝ＩＭＳ３１はＤＢＲＣ５１を参照して、必
要なしコードを含むデータ・ベースが両立可能な状態で
利用できるかを確める。

｛２１もし両立可能な状態で利用できれば、ＤＢＲＣ５
１はそれをＩＭＳ３１へ知らせる。

‘３’ＤＢＲＣ５１はどのサブシステム（例えば、ＭＳ
３４）がデータ・ベースを使用しているかをＩＭＳ３１
へ知らせる。

｛４１１ＭＳ３１はＩＲＬＭ６１を参照して、ＩＭＳ
３４がＩＲＬＭ６１へ知られているかどうかを間合わせ
る。

もし知られていなければ、データ・ベースを確実に保護
するため、ＩＭＳ３１はＩＲＬＭ６０１に頼ることが
できない。このような場合は、ＣＥＣ１２が故障して、
ＩＲＬＭ６１がＩＭＳ３４の活動に関して、ＩＲＬＭ６
２から受信しなかった時に起る。ＩＲＬＭ６１がＩＭＳ
３１へ送るリターン・コードは次のようなものである。
０・・・・・・ＩＭＳ３４がＩＲＬＭ６１又はＩＲＬ
Ｍ６２の上でアクチブである。

４…・・・ＩＭＳ３４が終了し、そのロックがｍＬＭ６
１及び／又はＩＲＬＭ６２に保留されている。

８・・・・・・ＩＭＳ３４はＩＲＬＭ６１へ知られてい
ない。

■ もし肌Ｓ３１がリターン・コード８を受取ると、デ
ータ・ベースへのアクセスは許されない。

｛６｝もしＭＳ３１がリターン・コード４を受取ると
、ＭＳ３１はデータ・ベースヘアクセスすることができ
るが、皿Ｓ３４によって前にロックされたデータ・ベー
スにある更新されたデータへはアクセスできない。

もしＩＭＳ３４によって保持されたロックと衝突が起る
と、ＭＳ３１はそのような要求に対して「故障した肌Ｓ
のために保留されたロックによって否認されたロック．
要求」状況を受取る。｛７１もしＩＭＳ３１がリター
ン・コード０を受取ると、ＭＳ３１はデータ・ベースへ
のアクセスを許される。

もしＩＭＳ３４によって保持されたロックと衝突が起る
と、ＩＭＳ３１はＩＭＳ３４によるロックの解放を待機
する。１つの皿Ｓによってロックに変更が生じると、そ
の変更はＩＲＬＭ６１，６２によって他のＩＭＳへ同殻
通信される。

これは正常な場合である。故障からの回復時にとられる
手順について次に説明する。

ＣＥＣＩＩが故障したために、上位オベレーテイング・
システム２１、ＩＭＳ３１，３３、ＤＢＲＣ５１、ＩＲ
ＬＭ６１の全てが故障したものと仮定する。その後に、
コンピュータ・オペレータは、上位オペレーティング・
システム２１、ＩＭＳ３１、ＤＢＲＣ５１、ＩＲＬ
Ｍ６１をリスタートする。ＩＲＬＭ６１はＩＲＬＭ
６２との通信を再確立する。ＩＲＬＭ６１のためのＧ
ＨＴＩ１６、ＲＧＨＴＩ１８、ＩＳＬ１２０は
ＩＲＬＭ６２から再確立される。もしＩＭＳ３１がＤＡ
ＳＤ１３（データ・ベース）へのアクセスを望むならば
、それは承認を求めるためＤＢＲＣ５１を参照する。
ＤＢＲＣ５１は、制御データ・セット５７上にログさ
れた情報から、ＩＭＳ３３がＤＡＳＤ１３ヘアクセス
していることをＩＭＳ３１へ通知する。次いでＩＭＳ
３１はＩＲＬＭ６１を参照し、ＩＲＬＭ６１はリ
ターン・コード４を戻す。リターン・コード４は、ＩＭ
Ｓ３３が故障したがそのロックが保留されていることを
示す。次いで、ＩＭＳ３１は取引ログ・テープ７１のデ
ータからＤＡＳＤ１３上のデータ・ベースを回復し、
それを使用し続ける。後に、ＩＭＳ３３がリスタートし
、ＤＭＳＤ１３へのアクセスを望む場合、それは先ずＤ
ＢＲＣ５１を参照する。ＤＢＲＣ５１は、ＩＭＳ３１
がＤＡＳＤ１３を使用していること、及びＩＭＳ３３
が責任を放棄したことを示す信号を送る。次いで、ＩＭ
Ｓ３３は取引ログ・テープ７３のデータからＤＡＳＤ１
３上のデータ・ベースを回復し、それが完了した時点
をＤＢＲＣ５１へ知らせる。ＩＭＳ３３及び３１は今や
ＤＡＳＤ１３ヘアクセスすることができる。これまで説
明したシステム環境において、もしアプリケーション・
プログラムがＤＡＳＤ１３へ更新されたレコードを書戻
したにもかかわらず、未だロックを解放していなければ
、そのアプリケ−ション・プログラムは責任を放棄した
ものと考えた。

その場合、作業ユニットの完了を妨害する故障が起る。
典型的には、作業ユニットは多くのレコードにアクセス
してよいが、レコードの全ては、ロックが解放される前
に矛盾のないように更新されねばならない。従って、ア
プリケーション・プログラムを処理している時、全ての
変更されたレコードがＤＡＳＤ１３，１４へ書込まれ
ロックが解放された時点を「アクセス実行時点」として
定義する。例えば、ＩＭＳ３１上の作業ユニットがＤＡ
ＳＤ１３上のレコードＤＢＳＩＦＤＢＳ２，ＤＢＳ３
へのアクセスを含み、この順序でアクセスを実行するも
のと仮定する。

また、更新されたＤＢＳ２がＤＡＳＤ１３へ書かれた後
に、ＩＭＳ３３が故障したものと仮定する。もしＭＳ３
１が既にＤ既３上にロックを保持していれば、それはＤ
斑３ヘアクセスし、その後アクセスを続行することがで
きる。もしロックを保持していなければ、ＩＭＳ３１は
ＤＢＳＩ及びＤ酸２への更新を取消さねばならない。他
方、Ｄ聡３がアクセスされた後にＩＭＳ３３が故障した
のであれば、ＩＭＳ３１はアクセスを続行することがで
きる。今から図面を参照して、本発明の基本的構成及び
動作を典型的な場合について説明する。

２つのＣＥＣ上で実行されている複数の作業ユニットに
より共用されたデータ資源へ複数の同時的アクセスを行
うことは、それぞれのＣＥＣに特別の資源ロック・マネ
ジャ（ＩＲＬＭ）を設け、通信量を最少にし、かつロッ
ク・データを記憶するためそれぞれのＣＥＣで必要とな
るスペースを最適に利用しながら制御することができる
。

上記のＩＲＬＭは包括ハッシュ表（ＧＨＴ）を含み、こ
のＧＨＴは、それぞれのコングルーアンス・クラスにお
けるそれぞれのＩＲＬＭのための関心ビットと、資源へ
ッダー・ブロック（ＲＨＢ）及び作業ユニット・フロッ
ク（ＷＨＢ）に関連した保持資源ロック・フロック（ｈ
ｅｌｄＲＬＢ）及び待機資源ロック・フロック（Ｍｉｔ
ＲＬＢ）の連鎖のための関心ビットとを含んでいる。Ｒ
ＨＢは連鎖されるとともに資源へッダー表（ＲＨＴ）へ
接続され、ＲＨＴはＧＨＴ中のそれぞれの対応するェン
トリィのために排他的使用ビットを含む。ＷＨＢは、サ
ブシステム識別ブロック（ＳＩＤＢ）へ接続される。Ｗ
ＨＢへ援続されなし、で、他のＩＲＬＭからのりクェス
トに関連している待機ＲＬＢは相互に連鎖される。上記
の構成におけるロック要求について、次に説明する。

以下の説明において、ＩＲＬＭ６２に関して第２図に示
されるデータ構造は、「′」を付することとする。従っ
て、ＩＲＬＭ６１のＯＨＴはＧＨＴＩ１６である
から、ＩＲＬＭ６２のＧＨＴはＧＨＴＩ１６′と
なる。ケース１例えば、作業ユニットのためにＲＬＰＬＩＩＯをＩＲＬ
Ｍ６１へ与えることにより、ＩＭＳ３１がデータ資源
ＮＩに対するロックを要求したとする。

この場合、２つのＩＲＬＭ６１，６２におけるハツシユ
・クラスＨＩのためのＧＨＴＩ１６，１１６′のェ
ントリィは００であると仮定するＲＬＢ１５４ａがリク
エストのために創出され、データ資源ＮＩのために連鎖
１６９中に置かれる。ＰＴＢ手順は、ＨＩのためにＩＲ
ＬＭ６１中でＧＨＴＩ１６のエントリィを１０にセ
ットし、更新されたＧＨＴＩ１６のェントリィを通信
制御装置２７を介してＩＲＬＭ６２へ送る。ＩＲＬＭ６
２は、ＧＨＴＵＰＤ手順を実行して、ＨＩのためにＧＨ
ＴＩ１６′のェントリイを１０にセットする。ＩＲＬＭ
６１はＮＩのためにＩＭＳ３１へロックを付与し、要求
されたデータ資源のハツシュ・クラスＨＩのためにＲＨ
ＴＩ１４中で私的使用ビットをオンにセットし、リクエ
ストのためのＲＬＢ１５４ａを待機連鎖１６９からＲＨ
Ｂのための保持連鎖１５７へ移動させる。ＩＲＬＭ６
２において、ＲＴＨ１１４′へのエントリイはなさ
れず、ＲＬＢも創出されない。ケースロケース１によって創出された条件が存在するものと仮定
し、ＩＭＳ３２によってＩＲＬＭ６２へのＩＪクェスト
がなされたものと仮定する。

サブケースロＡにおいては、リクエストはケース１と同
じように同一のデータ資源ＮＩのためになされる。サブ
ケースＯＢにおいては、同一のハツシユ・クラスＨＩを
有する異つたデータ資源Ｎ２のためになされる。サブケ
ースロＡＩＲＬＭ６２は、ＲＬＢ１５４ａ′を創出し、それを
資源ＮＩのＲＨＢ１４２′のための待機連鎖１６９′中
に置く。

次いで、それはハツシュ・クラスＨＩのためのＧＨＴＩ
１６′のエントリイを１０から１１へ変更し、ＩＲＬ
Ｍ６１へＧＨＴ更新リクエストを送り（ＧＨＴＵＰＤ手
順）、かつ質問リクエストを送る（ＰＴＢ手順）。ＩＲ
ＬＭ６１はＩＲＬＭ６２の関○を反映させるためそのＧ
ＨＴを更新する（ＧＨＴＩ１６＝１１）。更に、それ
は質問を処理する（ｍＱＵＩＲＹ手順）。

ＩＮＱＵＩＲＹ手順は、このサブケースＯＡにおいて、
ロックがＩＲＬＭ６１によつて付与されたデータ資源
ＮＩについてリクエストがなされたことを決定する。従
って、それは、このリクエストが前に付与されたロック
と両立する（両立状態）かどうかを決定するため、保持
ＲＬＢ１５２〜１５４にアクセスする。状態が両立的で
あると仮定すると、ＩＲＬＭ６１中の資源に対するＲＨ
Ｂ１４２におけるＩＲＬＭ劇０マスク１９３は、ｍ
ＬＭ６２′の関○を示すためセットされ、ＩＲＬＭ６２
は、それがロックを付与することができる旨を通知され
る。ＩＲＬＭ６２は、ＩＲＬＭ６１の関心を示すため
、その資源のためにＲＨＢ１４２′におけるＩＲＬＭ関
心マスク１９３′をセットし、ＲＬＢ１５４ａ′は待機
ＲＬＢ連鎖１６９′から保持ＲＬＢ連鎖１５７「へ移動
させられ、ＩＭＳ３２へロックが付与される。上記の状
態が成立して、同一のデータ資源ＮＩを使用するためリ
クエストがＩＲＬＭ３１へなされたものと仮定する。

データ資源ＮＩはＩＲＬＭ６２中に保持されているＮＩ
の先行するロックと両立しない状態を有している。ＩＲ
ＬＭ６２′の関心ビットはＧＨＴＩ１６中でオンで
あるから（日ＩについてＧＨＴＩ１６＝１１）、Ｉ
ＲＬＭ６１は、名称Ｎ１、ハッシュ・クラスＨ１、状態
、及びオプション（無条件と仮定する）を指定するロッ
ク・リクエストをＩＲＬＭ６２へ送る。ＲＬＢ１６３が
創出され、ＲＨＢ１４２のために待機連鎖１６９に置か
れる。ＩＲＬＭ６２においてＲＬＢ１６５′が創出さ
れ、ＲＨＢ１４２のための待機連鎖１６９へ加えられる
。それはＲＨＢ１４２′のための保持連鎖１５７′にあ
るＲＬＢ１５４′に対応するロックと両立しない状態の
場合であるから、ＲＬＢ１６５′は、ＭＣＢＩ１２′
へ接続された待機ＲＬＢ連鎖へ加えられる（ＷＨＢでは
なく）。ＩＲＬＭ６２からＩＲＬＭ６１への応答はなさ
れず（リクエストは無条件）、正常な処理において、Ｒ
ＬＢ１５４′の保持手段がＵＮＬＯＣＫリクエストを
出すまで（ＵＮＬＯＣＫ手順）、ロック・リクエストは
停止される。ＩＲＬＭ６２はＲＬＢ１５４′を解
放する。ＲＨＢ１４２′のための保持連鎖１５７′
中に他のＲＬＢ′が存在しないか、ＲＬＢ１６５′が
ＲＨＢ１４２′のための待機連鎖１６９′の最上部に
あり、かつＲＨＢ１４２′のための保持連鎖１５７′に
あるＲＬＢと両立する状態であると仮定すれば、ＲＬＢ
１６５′が解放され、それがデータ資源ＮＩのために前
に要求されたロックを付与することができる旨をＩＲＬ
Ｍ６１へ知らせる。ＲＬＢ１６５′が唯一の待機茨Ｌ
Ｂであり、ＲＨＢ１４２′のための保持ＲＬＢが存在し
なければ、ＲＨＢ１４２′も解放される。更に、ＩＲＬ
Ｍ６２は、ＧＨＴＩ１６′にあるＨＩのための関Ｄ
ビットをリセットしくＨＩについてＧＨＴＩ１６′＝１
０）、ＨＩについてＧＨＴＩ１６：１０をセットする
ようにＩＲＬＭ６１へ命ずる。ここで注意すべきは、Ｉ
ＲＬＭ６２において保持ＲＬＢはＮＩのための保持連鎖
へ加えられておらず「ＩＲＬＭ６１では加えられてい
ることである（即ち、ＲＬＢ１６５は、図示されるよう
に、待機連鎖からＲＨＢ１４２のための保持連鎖１５７
へ動かされる）。この状態において、ハツシュ群ＨＩに
ついてＧＨＴＩ１６＝ＧＨＴＩ１６′＝１０であ
るから、ＩＲＬＭ６１はデータ資源ハッシュ群ＨＩを私
的に使用することができる。対応する関０ビットはＲＨ
ＴＩ１４＝１であり、ＲＨＴＩ１４′＝０であ
る。サブケースＯＢこの例において、上記の状態が成立しているものとして
、ＷＨＢ１３６′の作業ユニットのために、異つたデ
ータ資源Ｎ２に対するロック・リクエストが、ＩＭＳ３
２によってＩＲＬＭ６２へなされる。

データ資源Ｎ２は、前の１」クェストと同じＧＨＴＩ
１６′のヱントリィヘハッシュ群ＨＩを入れられている
。最初、デ−タ資源Ｎ１，Ｎ２のハツシユ群ＨＩについ
て、ＧＨＴＩ１６＝ＧＨＴＩ１６′＝１０である
（ＩＲＬＭ６１は関心ビットをオソにされ、ＩＲＬＭ６
２はオンにされていない）。ＩＲＬＭ６２はＨＩの
ためにＧＨＴＩ１６′＝１１をセットし、待機ＲＬ
Ｂ１５１ａ′をＲＨＢ１４０′（デー夕資源Ｎ２のた
めのＲＨＢ）のための待機連鎖１６８′へ加えＷＨＢ１
３６′（図示されず）に関しては、ＧＨＴＩ１６を更
新するためＩＲＬＭ６１へりクェストを送り、かつハツ
シュ群ＨＩのデータ資源Ｎ２に対するロック・リクエス
トを送る。ＩＲＬＭ６１はＧＨＴＩ１６を更新し（ハ
ツシュ群日ＩについてＧＨＴＩ１６＝１１）、ＲＨＴ
Ｉ１４中の対応するマスク・ビットをリセットし（Ｉ
ＲＬＭ６１はハッシュ群ＨＩを私的に使用しないで）、
Ｎ２をキーとして有するＲＨＢを求めて、ハッシュ群Ｈ
Ｉに対応するＲＨＴＩ１４へ接続されたＲＨＢ連鎖を探
索する。ＩＲＬＭ６１においてデータ資源Ｎ２のための
ＲＨＢが存在しないものと仮定すると、ＩＲＬＭ６１は
ＩＲＬＭ６２に応答して、ロックを付与することが可能
であることを知らせる。ＩＲＬＭ６１はロックされた資
源を識別しない。次いで、ＩＲＬＭ６２はＲＬＢ１５１
′を待機連鎖１６８′からＲＨＢ１４０′のための保持
連鎖１５６′へ動かし、ロックを付与する。第２図に
示されるように、今やＲＬＢ１５１′はＷＨＢ１３６′
へ接続された連鎖の中にある。システム、通信及びＩＲ
ＬＭの故障時におけるロックの保留それぞれのＩＲＬＭ
６１，６２はＩＳＬ１２０，１２０′を保持す
る。

ＩＳＬ１２０，１２０′は、正常の動作中、ＰＴＢ処理
の完了後同期を維持している。ここで、ＣＥＣＩＩ上の
ＩＭＳ３３が終了したものと仮定する。前にＩＭＳ３３
のために創出されたＳｍＢ及びこれに接続された全ての
ＷＨＢは、解放されたＷＨＢへ接続された待機ＲＬＢと
同じように解放される。これは記憶されねばならない保
持ＲＬＢを残す。それは、終了したＩＭＳ３３によって
保持された両立しないデータ源へのロックを、他のＩＭ
Ｓが獲得しないようにするためである。従って、ダミー
のＫＨＢ１３０で創出され、ＩＭＳ３３のためＩＳＬ
１２０のェントリィへ接続され、ＩＭＳ３３の下で実行
されている１つ又はそれ以上の作業ユニットによって前
に保持されたＲＬＢ１５６，１５３へ連鎖される。その
ようなＲＬＢ１５３，１５６の各々において、リＯＣＫ
ＲＥＴＭＮＥＤビットがセットされる。現在終了してい
る管理システムへ前にロックを付与されたデータ資源に
対して、ロック・リクエストが受取られると、両立しな
い保留されたロックを求めて、ロックを保持する連鎖が
検査される。

もしそのようなロックが発見されると、ロック・リクエ
ストは拒絶される。しかし、保留されたロックではない
非両立のロックが発見されると、リクエストは待機され
る。従って、ＭＳ３４がハッシュ群日２のデータ資源Ｎ
３に対するロックをＩＲＬＭ６２へ要求したと仮定する
と、ＧＨＴＩ１６′は、ＩＲＬＭ６１が関心ビットを有
することを示し、ロック・リクエストはＩＲＬＭ６１へ
送られる。ＩＲＬＭ６１はハッシュ群日２に対応する
ＲＨＢの連鎖を探索し、そこにＲＨＢＩ１４を発見
する。ロック・リクエストがＲＬＢ１５６の状態と両立
しない状態のためになされたと仮定すると、ＲＬＢ１
５６にＬＯＣＫＲＥＴＡｍＥＤビツトがセットされて
いるため、ＩＲＬＭ６１はロック拒絶〆ッセージを出す
ことによって応答する。このメッセージはＩＲＬＭ６２
によってＩＭＳ３４へ送られる。産業上の応用性本発明の装置は、ロツキング・プロトコールの制御の下
で共用のデータ・ベースヘアクセスする複数の中央電子
複合体を含む汎用コンピュータ・システムへ応用できる
。

本発明によって、システム、サブシステム、通信リンク
の故障時にロックが保留され、データの保全が可能とな
り、故障したコンポーネントがリスタートした後に、デ
ータ・ベースを回復することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の装置を含む典型的コンピユ−夕・シス
テムのブロック図、第２図は第１図の資源ロック・マネ
ジャ６１，６２のブロック図である。１１，１２・・・・・・ＣＥＣ（中央電子複合体）、１
３，１４・・・・・・ＤＡＳＤ（直接アクセス記憶装置
）、２１，２２・・・・・・上位オペレーティング・シ
ステム、２７・・…・通信制御装置、３１，３２，３３
，３４……ＩＭＳ（情報管理システム）、４１，４２，
４３，４４……バツフア・プール、５１，５２・…・・
ＤＢＲＣ（データ・ベース回復制御システム）、５７…
…制御データ・セット、６１，６２・・・・・・ＩＲＬ
Ｍ（ＩＭＳ資源ロック・マネジャ）、７１，７２，７３
，７４……取引ログ・テープ、１１０・・・・・・ＲＬ
ＰＬ（資源ロック・リクエスト・パラメータ・リスト）
、１１２・・・・・・ＡＣＢ（マスタ制御ブロック
）、１１４・・・…ＲＨＴ（資源ハッシュ表）、１１
６・・・・・・ＧＨＴ（包括ハッシュ表）、１１８・・
…・ＲＧＨＴ（保留ロック包括ハッシュ表）、１２０…
・・・ＩＳＬ（識別サブシステム・リスト）、１２２，
１２４・・・・・・ＳＩＤＢ（サプシステム識別ブロッ
ク）、１３０，１３２，１３４，１３６…・・ＷＨ
Ｂ（作業ユニット・ブロック）、１４０，１４２，１４
４…・・・ＲＨＢ（資源へッダー・フロツク）、１５０
，１５１，１５２，１５３，１５４，１５５，１５６，
１６０，１６１，１６３，１６５，１６６，１６７・…
・・ＲＨＢ（資源ロック・ブロック）。ＦＩＧＩＦＩＧ．２

Claims

【特許請求の範囲】

１故障によって矛盾を有するに至ったかも知れない共
用データ資源へのアクセスを禁止するコンピユータ・シ
ステムにして、第１及び第２の中央電子複合体と、上記
複合体を相互接続する通信手段と、上記複合体によって
共用されるデータ資源を記憶するデータ記憶手段とを具
備し、上記複合体の各々は、上記データ資源へアクセス
する複数の管理サブシステムと、上記サブシステムに対
してデータ資源のロツクを選択的に付与し、待機し、又
は否定するロツク・マネジヤとを含み、上記ロツク・マ
ネジヤは、コングルーアンス・クラスごとにそれぞれの
複合体の関心状態を表示する包括ハツシユ表記憶手段と
、ロツク・マネジヤと関連したサブシステムを表示する
サブシステム・リスト記憶手段と、サブシステムによっ
てロツク・マネジヤ中に保持された資源ロツクを表示す
る保持ロツク記憶手段とを含み、更に上記複合体の各々
は、複合体、サブシステム又は通信手段の故障の間に選
択的にデータ資源のロツクを保留するため上記コンピユ
ータ・システムの動作を制御する操作手段を有し、上記
操作手段は、（１）上記サブシステムの故障に応答して
、そのサブシステムによって保持された全てのロツクを
、そのサブシステムのリスタート又は回復によって解放
されるまで保留し、他のサブシステムによるアクセスを
許すために、上記故障したサブシステムによってロツク
されていないデータ資源へのみロツクを付与し、（２）
上記複合体の故障に応答して、他の複合体の中に故障し
た複合体の包括ハツシユ表のエントリイを保留し、故障
した複合体が関心を有しないコングルーアンス・クラス
のデータ資源へのみ上記他の複合体によるアクセスを許
し、（３）上記通信手段の故障に応答して上記通信手段
の故障の前に上記複合体が私的使用状態を有していたコ
ンクルーアンス・クラスのデータ資源へのみそれぞれの
複合体によるアクセスを許すことを特徴とするコンピユ
ータ・システム。