JPS6130310B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明の技術分野 本発明は多重ユニツト・データ処理システムに
関し、更に具体的にはシステム内の複数のユニツ
ト間で作業負荷をバランスさせることに関する。
本発明は柔軟結合されたデータ処理システムに適
用する場合特に有用であるが、本発明の原理は、
緊密結合されたシステム、対称的システム、主従
型システムなどに適用しても利点がある。

複数のユニツト間でデータ処理の負荷をバラン
スさせる問題は、通常、タスク割当時間に生じ
る。即ち、データ処理の作業が、開始される前
に、制御メカニズムはどのユニツトがタスクを実
行すべきかを決定し、１度タスクがユニツトへ割
当てられるとそのユニツトがシステム中の他のユ
ニツトよりも如何に重い負荷を有しておろうと、
割当てられたユニツトは動作を継続する。このよ
うなタスク割当バランス法の例は、IBM技術開示
報告の第20巻第３号に見出される（IBM
Technical Disclosure Bulletin Vol.20、No.3、
August 1977、pp.937−938、“Load Balancing
Control for ａ Multi−processor”by J.F.
Baker and D.E.Holst）。この文献は、柔軟結合
された多重プロセツサ制御記憶メモリ・システム
について説明しているが、このシステムは複数の
プロセツサ中に負荷バランス・テーブルを有して
いる。負荷の均衡化は、作業待ち行列の長さの尺
度を示す負荷バランス・テーブルに基いて、割当
時間に達成される。負荷をバランスさせるための
情報は、メモリ・システムの複数のプロセツサの
間で交換される。調時されたプロセスのスケジユ
ーリングも説明されている。割当時間における負
荷バランス法の他の例は、同じくIBM技術開示報
告の第14巻第11号に見出される（IBM Technical
Disclosure Bulletin、Vol.11、April 1972、
“Input／Output Channel／Device Load
Balancing Algorithm”、by L.A.Jaikes、et
al）。この方法によれば、周辺サブシステムは作
業割当時間に作業を均衡化される。

多重処理構成における中央プロセツサ又はホス
トは、タスク割当時間に負荷をバランスさせる場
合が多い。その１つの例は米国特許第3648253号
に示される。この特許において、タスクは、現在
のタスクを実行する時間に基いて、プログラム化
されたスケジユーラにより、多重プロセツサへ割
当てられる。作業負荷の均衡化は、タスクが開始
される前に、タスクを割当てることによつて実現
される。米国特許第4032899号は、全体の処理負
荷についてデータ・トラフイツクをバランスさせ
るデータ交換網を示す。均衡化は、排他的な割当
てを基礎として、個々のプロセツサによりポート
への出力トラフイツクをスケジユールすることに
よつて達成される。即ち、負荷の均衡化は、実行
されるべきタスクが先ず割当てられる時に達成さ
れる。

更に負荷の均衡化は、エラー状態が検出された
時にも達成される。例えば、米国特許第3787816
号において、多重処理システムが制御された態様
で再構成され、ユニツトへ割当てられた機能が再
び指定され、誤動作又はエラーが生じた後にもデ
ータ処理能力の連続性が得られるようになつてい
る。

負荷をバランスさせるために、活動モニタが使
用される場合もある。米国特許第3588837号は、
時間間隔利用サンプリング手法を用いて、全ての
主たるデータ通路の活動を測定するシステムを開
示している。１つの時間間隔におけるサンプル数
と前の時間間隔におけるサンプル数とを比較した
比率を表わすため、サンプルがダイナミツクに記
録され、変動する環境内の全ての潜在的待合せ地
点の活動が記録されて、データ処理兼通信機器の
利用に関する統計的データが得られるようになつ
ている。この米国特許は測定システムを開示して
いるが、そのような測定システムによつて駆動さ
れる負荷均衡化手段を開示していない。

割当時間では、全ての作業負荷の均衡化が達成
されたわけではなかつた。例えば、米国特許第
4099235号は、２つのリアル・タイム・データ・
プロセツサを有するデータ処理システムを動作さ
せる方法を開示しているが、そのデータ処理シス
テムにおいて、タスクの性質に基いて所与のタス
クがデータ・プロセツサの１つで実行され、その
ようなタスク上で動作するように１つのプロセツ
サが予め選択されるようになつている。デーダ・
プロセツサの各々は、各プロセツサの利用率を継
続的に決定するため、継続的に監視される。各プ
ロセツサは利用率の所定の上限値を割当てられて
いるが、この上限値はプロセツサの負荷超過限度
より下に設定される。上限値を超えると、常に１
つのデータ・プロセツサ中で実行されているタス
クが他のデータ・プロセツサへ転移させられ、他
のプロセツサが転移されたタスクを実行するよう
に構成されている。この特許は、或る閾値を利用
して、データ・プロセツサの間で進行中のタスク
を転移する方法を開示している。この方法では、
利用率を表示するに当り、実行されているタスク
から生じた保持時間と自由時間との比率をとるの
が望ましいとされる。更に、この特許は米国特許
第3665404号を参照している。この米国特許にお
いて、データ・プロセツサ間の入出力負荷をバラ
ンスさせるに当り、周辺装置が電子機械的スイツ
チによりプロセツサ間で切換えられる。米国特許
第4099235号によれば、リアル・タイム動作の多
くはバツチ処理動作と同様のものであり、従つ
て、現在動作されていないタスクはプロセツサ間
で容易に転送されることができる。これは、負荷
をバランスさせるため、アクチブでないタスクの
みが転送されることを意味する。

制御用データ・プロセツサの制御を離れて活動
が変化するような動的データ処理システムにおい
て、複数のデータ・プロセツサ／データ処理通路
の間で実行される負荷の均衡化は、後続の予見で
きない活動の動的変化に適合するものでなくては
ならず、データ処理スループツトを最大にするた
め、負荷均衡化のための活動が最小になるように
しなければならない。

本発明の要約 本発明の目的は、複数のデータ処理ユニツト又
はデータ処理通路の間で負荷をバランスさせるに
当り、データ処理ユニツト乃至通路の全体的作業
負荷の一部分を表わす作業を他のユニツト乃至通
路へ移動させ、しかも負荷均衡化活動を最小にす
るとともにデータ処理スループツトを最大にする
ことである。

本発明に従えば、並列のデータ処理通路（例え
ば、複数の入出力チヤネル、周辺サブシステム内
の複数の制御ユニツト、多重処理環境における複
数のデータ処理ユニツト）の間で作業負荷をバラ
ンスさせるため、各通路内のデータ処理が複数の
作業割当へ区分される。更に、本発明は、並列デ
ータ処理通路における上記作業割当ての各々につ
いて、データ処理上の望ましくない遅延を個別的
に計数することを意図する。次に個別的な計数値
は、データ処理通路の各々について総計される。
各通路において、総計された計数値は、望ましく
ない遅延があるかどうかを検査するため、所与の
閾値と比較される。データ処理通路の１つに対す
る総計値がその閾値を超過すると、そのデータ処
理通路における作業割当ての一部が他のデータ処
理通路へ転送される。転送の選択は、全ての作業
割当てに対する望ましくない遅延の選択された百
分率に基いて行われる。例えば、全ての通路にお
ける総計された計数値の差の半分に等しい平均的
遅延数を有する作業割当てが転送され得る。通路
間における計数値の差の最小値を超過するまで、
負荷をバランスさせないのが望ましい。また、遅
延の平均数を有する作業割当てを転送することが
できる。或る通路の計数値が閾値を超過すると、
負荷均衡化用の新しい計数値を形成するため、全
体的な作業割当てが全て再検討される。

本発明の実施例において、データ処理通路は周
辺サブシステムにおける制御ユニツトである。本
発明における作業割当てとは、制御ユニツトに対
する周辺装置の割当てのことであり、望ましくな
い遅延とは、米国特許第3688274号に記載される
ようなホスト・コンピユータへ送られるチヤネル
指令リトライ（CCR）である。

作業割当てを受取るデータ処理ユニツト乃至通
路が、超過した数の作業割当てを有する時、受取
側ユニツト乃至通路は、送出側ユニツト乃至通路
へ作業割当てを再び送出する。そのような作業割
当ては、最少数の遅延を有するものか、最旧時使
用（LRU）に対応するものである。即ち、その
ような作業割当ては、受取側ユニツト乃至通路の
作業負荷へ最も影響を与えないものである。

実施例の説明 ここで第１図及び第２図を参照する。同一の数
字は同一の部分及び構成要素を示す。本発明は一
対の制御ユニツト１１，CU−０及びCU−１を有
する記憶サブシステム１０へ組込まれている。記
憶サブシステム１０は複数のホスト１２へ接続可
能である。それは、データ処理技術分野で実施さ
れるように、ホスト動作の制御の下で、データを
ホストから受取り、記憶し、又はホストへ与える
ためである。記憶サブシステム１０はデータ信号
をホストのために複数のデータ記憶装置１３中に
記憶する。そのようなデータ記憶装置は磁気テー
プ・レコーダ、磁気デイスク・レコーダ、磁気カ
ード・レコーダ、ユニツト・レコード機器などを
含む。ホスト１２と記憶サブシステム１０との間
の通信は、複数の入出力チヤネル１４を介して行
われる。入出力チヤネル１４は、米国特許第
3400371号に開示されるような入出力チヤネルに
従つて構成されている。サブシステム動作の能率
を高めるため、制御ユニツト１１はデータ・バツ
フア１５を含む。データ・バツフア１５は半導体
ランダム・アクセス・メモリ素子で構成されるこ
とが望ましい。バツフア１５はホスト１２と装置
１３との間の主たる導管手段である。ホスト１２
は、いずれの制御ユニツト１１のいずれのバツフ
ア１５を介しても所与の装置１３と通信すること
ができる。入出力チヤネル１４からバツフア１５
への通信は、CU−０についてはチヤネル・アダ
プタ８０とバス８１を介して行われ、CU−１に
ついてはバス９６を介して行われる。CU−１は
CU−０と同様の構成を有している。バス９７
は、チヤネル・アダプタ回路１６を介して、CU
−１のチヤネル・アダプタ１４（図示されず）を
CU−０のバツフア１５へ接続する。回路１６
は、データ処理技術分野で通常の如く使用される
既知の自動的データ転送回路である。複数の装置
１３は単一のバツフア１５を介して複数のホスト
１２と通信するので、バツフア１５はダツシ線１
７によつて示される複数のセグメントとしてダイ
ナミツクに管理される。即ち、或る装置１３がホ
スト１２と通信している時、それはデータ転送を
処理するため、バツフア１５の１つのセグメント
を割当てられる。現在データを転送していない装
置は、そのようなセグメントを割当てられる必要
はない。これはバツフア１５をして比較的小型に
することを可能にする（例えば、256000個の記憶
バイト）。装置に対するバツフア１５の割当て
は、通常、連続したデータ転送の間維持される。

バツフア１５と装置１３との間の通信は、自動
的データ転送メカニズム（データ・フロー回路）
８３を介して行われる。データ・フロー回路８３
から装置１３への接続は、一対のケーブル９０及
び９４を介して行われる。同様に、CU−１は他
の一対の９３及び９５によつて装置１３へ接続さ
れる。

記憶サブシステム１０の制御は、２つの制御ユ
ニツト１１の組合せによつて行われる。制御ユニ
ツトCU−１は制御ユニツトCU−０と同じ構成で
あることに注意されたい。第１図では、本発明に
直接の関連を有しない制御ユニツトの部分は詳細
に示されていない。それぞれの制御ユニツト１１
はプログラム・コントロール３３を含む。プログ
ラム・コントロール３３はプログラム化されたデ
イジタル・コンピユータ（マイクロプロセツサ）
１１０を含むことが望ましい（第３図）。記憶サ
ブシステム１０の制御はCU−０とCU−１との間
で分割されるので、相互接続バス１０９は、記憶
サブシステムを論理的に制御するのに必要な制御
データを交換するため、２つの制御ユニツト１１
の間の通信を可能にする。更に、プログラム・コ
ントロール３３は、チヤネル・アダプタ回路１
６、データ・フロー回路８３、及びバツフア１５
の動作を制御する。接続線８１，３５，３６はこ
の制御を表わしている。

本発明はCU−０及びCU−１における活動及び
作業割当てを測定し、２つの制御ユニツトの間で
作業がダイナミツクにバランスされることを保証
する。CU−０及びCU−１のバツフア１５はホス
ト１２と装置１３との間におけるデータ転送の主
たる導管であるから、ホスト１２によつてデータ
のリクエストがなされた時点で、バツフア１５の
状況情報は、ホスト１２のリクエストを満足させ
るため、各制御ユニツト１１の現在の能力を表示
する。例えば、ホスト１２が記憶サブシステム１
０からデータを要求し、そのデータがバツフア１
５になければ、その事実は制御ユニツトの作業負
荷の表示を与える。同様に、ホスト１２が装置１
３上でデータを記録することを欲する場合、バツ
フア・セグメントがデータで満杯になつていれ
ば、その状態は制御ユニツトの作業負荷の表示を
与える。更にホスト１２がバツフア動作を必要と
する装置の使用をリクエストした時、バツフア・
セグメントが装置へ割当てられていなければ、そ
の事実は制御ユニツトの作業負荷の表示を与え
る。このような表示は、ホスト１２から与えられ
た入出力チヤネル指令に応答するコントロール３
３によつて与えられ、コントロール３３は、線４
０及びチヤネル・アダプタ８０を介してリクエス
トを発したホスト１２へチヤネル指令リトライ
（CCR）信号を与えることによつて、リクエスト
が直ちには満足されないことを知らせる。チヤネ
ル指令リトライについては、米国特許第3688274
号に詳細に説明されている。本発明に従えば、そ
れぞれの制御ユニツト１１は、制御ユニツト間で
負荷のバランスを維持するため、CCR信号を利
用する回路及びコントロールを含んでいる。

バツフア１５のそれぞれの割当てられたセグメ
ントのために、CCRの数を計数したカウント
「CCRK」が作られる。これらのカウントはレジ
スタ４１，４２に保持される。線４０上のCCR
信号は、各セグメントのCCRKカウントを増加さ
せるため、レジスタ４１，４２へ転送される。そ
れぞれのCCR信号は、装置１３（レジスタ４
１，４２によつて表わされるセグメントが割当て
られた装置）のアドレスに関連している。レジス
タ４１，４２はそれに従つてアドレスされる。こ
のようにして、割当てられた各バツフア・セグメ
ントのビジイ（使用中）状況は、個別的計数値と
して維持される。これらの計数値は、ホスト１２
の動作に対する装置１３及び関連したバツフア１
５の相対的応答性を示す。割当てられたバツフ
ア・セグメントと装置（レコーダ）１３との組合
せは、論理装置と呼ばれる。即ち、ホスト１２に
対しては、装置１３とそれに割当てられたセグメ
ントとは、単一のユニツトとして現われる。ホス
ト１２が記憶サブシステム１０と通信する場合、
常に、ホスト１２は装置１３をアドレスする。従
つて、バツフア１５のセグメントはホスト１２に
よつて明示的にアドレスされず、装置１３へ割当
てられた時にのみ、装置１３のアドレス内で暗黙
的にアドレスされる。

負荷バランスについて調査しなければならない
作業負荷状況にあることを、制御ユニツト１１が
決定すると、本発明に従つて、CCRKカウントが
相互に比較され、論理装置活動の範囲に入る所定
の活動を有する装置が決定され、他の（即ち受取
側）制御ユニツト１１へ転移される。この決定の
詳細は後に説明する。装置の転移は、送出側の制
御ユニツト１１中で転移されつつある装置１３へ
割当てられたセグメントの割当解放、転移されつ
つある装置１３を送出側の制御ユニツト１１から
受取側の制御ユニツト１１へ割当てること、受取
側の制御ユニツトへ割当てられたばかりの装置１
３へバツフア１５の一部を割当てることを含む。
このような割当てステツプは、受取側の制御ユニ
ツト１１内で新しい論理装置を形成する。

記憶サブシステム１０の全ての活動は、装置１
３のアドレスに基いて行われる。コントロール３
３は、何時CCRが与えられたかに基いて、ホス
ト１２の入出力指令に応答する。コントロール３
３は、アドレスされつつある論理装置を表わすレ
ジスタ４１，４２の１つを選択するため、バス４
３を介してアドレス信号を与える。本発明の実施
例において、各制御ユニツト１１は、CUKレジ
スタ４５の中にCCR信号の総数を維持する。線
４０を介してCCR信号が与えられる度に、CUK
レジスタ４５の内容は１だけ増進される。更に、
CUKレジスタ４５が増進される度に、その数値
内容は閾値検出器４６にある閾値と比較され、負
荷バランスについて調査すべきかどうかが決定さ
れる。CUKレジスタ４５のカウントが上記の閾
値に達すると、それは例えば制御ユニツトCU−
０が「使用中」の状況にあり、負荷をバランスさ
せることによつて記憶サブシステム１０の全体的
動作を改善できるかも知れないことを示す。その
時、検出器４６は線４７を介してコントロール３
３へ負荷バランス信号を与える。この負荷バラン
ス信号は、２つの制御ユニツトの中でカウントの
全てを再調整するため、後で詳細に説明するよう
にして使用される。

線４７上の信号はCUKレジスタ４５の内容と
ケーブル５１を介してCU−１から受取られた
CCR信号の総数とを比較するため差動回路を能
動化する。それは、CU−０及びCU−１における
それぞれのCCR信号の総数の差を決定するため
である。もしこの差が差動回路５５で決定された
差分閾値を超過すると、除算回路５６へ一群の信
号が与えられる。除算回路５６は、CU−０及び
CU−１におけるCUKレジスタの差分値を２で除
算し、数値「デルタ」を作る。デルタ値は「使用
中」状態の差の平均値であり、この値に対応する
遅延活動（デルタ活動）を有する論理装置を転移
することによつて、CU−０とCU−１との間で負
荷をバランスさせることができる。

デルタ活動を有する論理装置を識別するため、
CU−０は走査回路５８を能動化して、バス５９
を介して受取られたCCRKレジスタ４１，４２の
内容を走査させる。それはバス５７上のデルタ値
に最も近いCCRKカウントを発見するためであ
る。この動作は、所定の基準に合致する値を発見
するための典型的かつ既知の走査である。デルタ
値に最も近いCCRKカウントが識別されると、一
群の信号が転送回路６０へ与えられる。転送回路
６０はレジスタ４１，４２で表示されたCCRKカ
ウントと共に装置アドレスを記憶している。上記
のCCRKカウントはバス５９を介してバス６１へ
与えられる。バス６１は、CU−０からCU−１へ
転移されつつある装置のアドレス信号をコントロ
ール３３及びCU−１へ送る。コントロール３３
は、バス１０９を介して装置アドレスを中継する
ことができる。コントロール３３はバス６１の装
置アドレス信号に応答して、バツフア１５の指定
されたセグメントの割当てを解放し、制御ユニツ
トCU−０から装置１３の割当てを解く。CU−１
は、ケーブル１０９及びバス６１上の信号に応答
して、装置１３を受入れ、後に必要に応じて、バ
ツフア１５中のセグメントをそのような装置１３
へ割当てる。ここで注意すべきは、CU−０のコ
ントロール３３は、再割当てされつつある装置１
３の現在の動作状態に関連した一群の状況信号を
有することである。これらの状況信号はケーブル
１０９を介してCU−１へ与えられ、それによつ
てCU−１は、後に明らかになるように、上記状
況信号をそれ自体のレジスタに記憶することがで
き、再割当てされた装置１３の動作は、あたかも
負荷均衡化活動が生じなかつたかの如く、CU−
１中で進行することができる。

ここで注意すべきは、CUKレジスタ４５の信
号は閾値検出器４６へ送られるだけでなく、線６
２によつて示されるように、CU−１へも転送さ
れることである。CU−１からCU−０への装置１
３の転移については、CU−０は、ケーブル１０
９を介してCU−１のコントロール３３へ、CU−
１のCUK４５の内容をCU−０へ転送するようリ
クエストを出す。更に、CU−０のコントロール
３３の他の制御部分は、CU−０からCU−１への
装置１３の転移について説明したように、CU−
１から転移されようとしている装置１３の動作状
況信号を受取る。他方、差動回路５５の差分閾値
を超過しないと、負荷均衡化活動は生じない。即
ち、CU−０及びCU−１における負荷の差は小さ
いので、負荷の均衡化に必要な時間を考えた場
合、均衡化活動は全体としてサブシステム動作に
益とならない。ここで線４７に注目すると、コン
トロール３３はCCR信号のカウントを再調整す
るために負荷バランス信号に応答し、新しい負荷
バランス検査サイクルが開始される。この再調整
はコントロール３３によつて達成される。即ち、
コントロール３３は、線４８、OR回路５０を介
してレジスタ４１，４２，４５へリセツト信号を
与え、これらレジスタの全てをゼロへリセツトす
る。更に、コントロール３３は線４７上の信号に
応答し、バス１０９を介してCU−１へ制御信号
を与える。この制御信号は、CU−１をして、バ
ス５１を介して差動回路５５へ、そのCUKカウ
ントを与えさせる。更に、CU−１は、この制御
信号に応答して、そのCCRKカウント及びCUK
カウントを再調整する。従つて、制御ユニツト１
１のいずれかが所定の閾値を超えるCUKカウン
トを有する時、記憶サブシステム１０内の全ての
制御ユニツトが再調整される。この再調整は、負
荷均衡化活動が生じるか否かにかかわりなく生じ
る。更に、CCRKカウント及びCUKカウント
は、コントロール３３からOR回路５０へ達する
線４９によつて示されるように、システム・リセ
ツト信号によつて再調整される。更に、選択的リ
セツト信号によつて全てのカウントを再調整する
ことができる。

複数のホスト１２を有する記憶サブシステムの
通常の動作において、レコーダ又は装置１３に関
する動作は、検出器４６によつて与えられた閾値
が超過される前、又はCCRカウント（CCRKカ
ウント及びCUKカウント）が再調整された後暫
くたつて完了するかも知れない。そのような装置
１３はホスト１２によつてもはや必要とされない
ので、前に割当てられたセグメント（例えば数字
17によつて示されるもの）が割当てを解かれる。
従つて、割当てを解かれた装置１３に関するカウ
ントは、CCRカウントから除かれるべきであ
る。このため、減算回路６４はレジスタ４５から
のCUKカウントを受取り、割当てを解かれつつ
ある装置に対応するレジスタ４１又は４２の
CCRKカウントを上記CUKカウントから減算す
る。このCCRKカウントは、バス４３上の装置ア
ドレスに従つて、バス６５へ与えられる。減算回
路６４は、線６６上のコントロール３３からの制
御信号によつて能動化される。減算及びレジスタ
の選択によるカウントの調整は周知であり、これ
以上の説明を必要としないであろう。

これまで説明した事項の外に、本発明は更に作
業割当状況（即ち、データ処理動作のために、制
御ユニツト１１へ割当てられた装置１３の数）を
分析することにも関連を有している。例えば、制
御ユニツト１１の能力は、所与の１時点でそのバ
ツフア１５を介して８個までの装置１３を処理す
ることに限られているかも知れない。負荷均衡化
活動の間に転移された装置１３を入れるとすれ
ば、制御ユニツト１１は９個の装置１３を割当て
られることになる。このため、装置１３を受取る
制御ユニツト１１のコントロール３３は、線７０
を介して割当カウント７１へ制御信号を与える。
割当カウンタ７１は受取側の制御ユニツト１１へ
割当てられた装置の数を記憶している。或る装置
１３の割当てが解かれた時、線７０上の別個の制
御信号がカウンタ７１を減少させる。そのような
装置活動の各々において、コントロール３３から
与えられる線７３上の制御信号は、閾値検出器７
２を能動化する（通常、検出器７２は８へセツト
されている）。ウンタ７１の内容は検出器７２に
よつて分析され、現在８個を超える装置１３が例
えばCU−０へ割当てられているかどうかば決定
される。もしカウンタ７１の内容が８又はそれ以
下であれば、何の動作も取られない。しかしカウ
ンタ７１の内容が９であれば、検出器７２は２つ
の回路を能動化するため、線７７へ能動信号を与
える。能動化される１つの回路はLRU（最旧時
使用）回路７４である。LRU回路７４は、最も
古い時点で使用された装置１３を指定し、かつ線
７７上の信号によつて同時に能動化される転送回
路６０へ、バス７６を介して装置アドレス信号を
与える。受取側制御ユニツト１１の転送回路６０
は、バス６１を介してそのコントロール３３、及
び負荷均衡化活動を実行している送出側制御ユニ
ツト１１へ装置アドレスを転送する。それは、装
置１３を送出側制御ユニツト１１へ転移するため
である。ここで注意すべきは、LRU回路７４は
装置アドレス順になつた装置のリストをふくみ、
それは、線７５で示されるように、既知の方法で
コントロール３３によつて更新されることであ
る。LRUリストの構成は周知であり、これ以上
説明する必要はあるまい。他方、コントロール３
３は、レジスタ４１及び４２に含まれる最小の
CCRKカウントで装置１３を選択することができ
る。いずれにせよ、最小の活動を有する装置１３
が送出側制御ユニツト１１へ戻される。しかしこ
の制御ユニツト１１への作業負荷は、全体として
の作業負荷を増加させるものではない。こうし
て、２つの制御ユニツト１１の作業割当能力は、
決して超過されないようになつている。

本発明をこれ以上説明する前に、本発明を組込
むのに望ましい環境を第２図乃至第４図を参照し
て説明する。これらの図面は、リール対リール・
テープ駆動装置Ｄ１〜Ｄ１２を使用する記憶ユニ
ツト１３を示す。好適な構成としては、２個の制
御ユニツト１１，CU−０，CU−１を含む。この
構成は、駆動装置の任意のものが入出力チヤネル
１４及び制御ユニツトCU−０又はCU−１のいず
れかを介してホスト１２へ接続され得るようにな
つている。制御ユニツト１１の各々をホスト１２
へ付加することは、複数のチヤネル・アダプタ８
０によつてなされる。それらの各々は個別的に
CAA〜CAHと名称を付される。チヤネル・アダ
プタ８０の各々は、２つの制御ユニツト１１にあ
るバツフア１５と直接に通信することができる。
CU−０及びCU−１の双方は同様の構成を有す
る。従つて同一の番号は２つの制御ユニツトの中
の同様の部分を表わすが、制御ユニツト間の接続
線は別個の番号を有している。チヤネル・アダプ
タCAA〜CADはCU−０に置かれ、CAE〜CAH
はCU−１に置かれる。それぞれのチヤネル・ア
ダプタはケーブル８１を介して制御ユニツトのそ
れぞれのバツフア１５と通信する。バツフア１５
から記憶ユニツト１３への通信は、ケーブル８
２、データ・フロー回路８３、ケーブル８４、複
数の装置アダプタ８５を介して行なわれる。装置
アダプタは双方の制御ユニツト１１において
DAA及びDABと個別的に示される。データ・フ
ロー回路８３は既知の記録回路を含む。プログラ
ム・コントロール３３は、それぞれの制御ユニツ
ト１１の説明した部分の全てへ電気的に接続さ
れ、米国特許第3654617号に開示されるように、
記憶サブシステムのために既知の態様で動作す
る。

制御ユニツト１１と記憶ユニツト１３との間の
相互接続は、１次／２次ベースによる。駆動装置
Ｄ１〜Ｄ７はCU−０に対して１次であり、CU−
１に対して２次である。同様に、駆動装置Ｄ８〜
Ｄ１５（Ｄ１３〜Ｄ１５は図示せず）はCU−１
に対して１次であり、CU−０に対して２次であ
る。１次及び２次接続の意味は、制御ユニツト
CU−０又はCU−１のいずれかがそれぞれの駆動
装置のために状況情報を維持するかに関する。即
ち、制御ユニツトCU−０はＤ１〜Ｄ７のために
状況情報を維持し、CU−１はＤ８〜Ｄ１５のた
めに１次的に状況情報を維持する。後に明らかに
なるように、双方の制御ユニツトCU−０及びCU
−１は駆動装置の全てのために状況標識を記憶す
る。１次接続において、CU−０のアダプタDAA
はケーブル９０を介して駆動装置Ｄ１〜Ｄ７の全
てへ接続される。同様に、Ｄ８〜Ｄ１５とCU−
１との間の接続は、ケーブル９３及びアダプタ
DABを介して行なわれる。CU−０から駆動装置
Ｄ８〜Ｄ１５への２次接続は、ケーブル９４を介
して行なわれ、CU−１はケーブル９５を介して
駆動装置Ｄ１〜Ｄ７へ接続される。装置アダプタ
８５と駆動装置Ｄ１〜Ｄ１５との間の接続線はタ
ブ制御線及びバス・データ転送線を含む。これら
の線は、制御ユニツト１１をして駆動装置を緊密
に制御させる。

先行技術のテープ・サブシステムにおいて、チ
ヤネル・アダプタ８０はそれぞれの制御ユニツト
１１にあるデータ・フロー回路８３とのみ通信す
る点で、データ・フロー通路は完全に多重通路化
されていなかつた。望ましい構成において、チヤ
ネル・アダプタCAA〜CAHはいずれのデータ・
フロー回路８３を介しても駆動装置の任意のもの
と通信することができる。チヤネル・アダプタ
CAA〜CADからCU−１のバツフア１５への接続
はケーブル９６を介して行なわれ、チヤネル・ア
ダプタCAE〜CAHはケーブル９７を介してCU−
０のバツフア１５へ接続される。従つて、デー
タ・フロー回路８３及びバツフア１５のいずれも
任意のチヤネル・アダプタ８０を介して任意のホ
ストと通信することができる。もちろん、この構
成は制御ユニツト１１の間の緊密な協動を必要と
する。

制御ユニツト１１において、全体的なサブシス
テム状況は状況ストア１００によつて維持され
る。CU−０及びCU−１の状況ストア１００は、
データ処理動作と独立して、ケーブル１０１を介
して相互に通信する。即ち、CU−０が例えばあ
る駆動装置を選択することによつて状況を変更す
ると、CU−０中の状況ストア１００は直ちにCU
−１中の状況ストア１００と通信する。同様に、
チヤネル・アダプタ８０とバツフア１５との相互
通信は、直ちに双方の状況ストア１００に表示さ
れる。状況ストア１００の各々は複数のレジスタ
を含み、これらのレジスタは装置状況、バツフア
状況、チヤネル状況などに関連したビツトを含
む。それらの状況情報は、駆動装置の選択状況、
そのビジイ状況、偶発的接続、及び入出力チヤネ
ル１４と共に記憶サブシステムを動作させるのに
必要な全ての状況を反映している。

唯１個だけの制御ユニツト１１が所与の１時点
で記憶サブシステム１０の構成を変更することが
できる。この点に関して、ケーブル１０２がそれ
ぞれの状況ストア１００からコントロール３３へ
延長される。CU−０のコントロール３３がある
駆動装置を選択することによつてサブシステム論
理構成を変更したいものとする。コントロール３
３はその状況ストア１００と通信し、サブシステ
ム状況を変更してよいかどうかの許可を求める。
状況ストア１００は適当なマスター状態にあり、
コントロール３３による選択を許す。そうでなけ
れば、CU−０の状況ストア１００は、CU−１の
状況ストア１００へ、マスター状態を与えること
を要求する。マスター状態を有するいずれかの制
御ユニツト１１が、サブシステムの論理構成を変
更することのできる唯一の制御ユニツトである。
マスター状態は、構成変更の必要性に従つて、制
御ユニツト間をシフトされる。更に、状況ストア
１００は、ケーブル１０３を介して制御ユニツト
中のそれぞれのチヤネル・アダプタと通信する。
そのような通信は、状況ストアからチヤネル・ア
ダプタへの装置ビジイ状況の供与、チヤネル・ア
ダプタから状況ストアへの選択要求を含む。即
ち、もしCABがホスト要求のために装置Ｄ６を
選択することを欲すれば、ABはCU−０の状況ス
トア１００と通信し、装置６が選択されるべきこ
とを要求する。状況ストア１００はＤ６のビジイ
又はノツトビジイ状況をCABへ与える。次に
CABは装置Ｄ６に関して直ちにホスト要求に応
答する。これによつて、ホスト１２と制御ユニツ
ト１１との間の選択及び質問時間間は減少される
ことになる。

コントロール３３は異なつた構成をとることが
できる。第２図に示された記憶サブシステムに関
連して使用するのに適した構成は第３図に示され
る。プログラム化されたマイクロプロセツサ１１
０は、コントロール・ストア１１１に記憶された
マイクロコード・プログラム（マイクロプログラ
ム）に従つて動作する。そのようなマイクロプロ
グラムは、マイクロプロセツサ１１０をして、バ
ツフア１５を完全に管理させ、データ・フロー回
路８３を監視させ、状況ストア１００と通信さ
せ、チヤネル・アダプタ８０及び装置アダプタ８
５の選択を監視するとともに能動化する。更に、
２個の制御ユニツト１１中のコントロール３３の
相互間の通信は、プロセツサ対プロセツサ・ベー
スで行なわれ、それは既知のプロセツサ間通信方
法を使用してケーブル１０９を介してなされる。
既知の手法を使用して、マイクロプロセツサ１１
０はアドレス・バス１１２を介てコントロール・
ストア１１１のマイクロプログラムを選択する。
制御データ信号はコントロール・ストア１１１か
ら与えられるが、その信号はマイクロプログラム
命令ワードを含み、これはバス１１３を介して与
えられる。もちろん、マイクロプロセツサ１１０
を動作させるための通常の遊び走査ループがコン
トロール・ストア１１１に存在している。更に、
各コントロール３３はローカル・ストア１１４を
含む。ローカル・ストア１１４はマイクロプロセ
ツサ１１０のために作業コントロール・ストアと
して働く。ローカル・ストア１１４のアドレス可
能レジスタはバス１１５によつてアドレスされ
る。バス１１６は、マイクロプロセツサ１１０の
制御の下で、ローカル・ストア１１４からコント
ロール・ストア１１１へ信号を転送する。即ち、
マイクロプロセツサ１１０からコントロール・ス
トア１１１に記憶される制御データ信号は、ロー
カル・ストア１１４を介して転送されることが望
ましい。コントロール３３と制御ユニツト１１中
に示される構成要素の全てとの間の通信は、外部
レジスタ群１１８を介して行なわれる。外部レジ
スタ１１８は、ローカル・ストア１１４からバス
１１７を介して与えられたアドレス信号によつて
アドレスされる。外部レジスタ群１１８から制御
ユニツト１１の各種の構成要素に対する通信は、
一対の単方向性バス１１９を介して行なわれる。
その電気的接続は通常の方法で実行される。

マイクロプロセツサ１１０はバス・アウトBO
１２０及びバス・インBI１２１を含む。BO及び
BIはローカル・ストア１１４、外部レジスタ１
１８、及び所望される他のユニツトへ接続され
る。マイクロプロセツサ１１０は複数の割込レベ
ルによつて割込駆動される。これらの割行みはバ
ス１２２を介して制御ユニツト１１の各種の構成
要素によつて与えられる。バス１２２はレベル０
〜６を有する割込信号を搬送するが、その優先順
位は記憶サプシステム中で実行されるべき機能に
従つて予め割当てられている。制御ユニツト１１
の電気信号タイミングはクロツク兼シーケンサ１
２３によつて遂行される。クロツク兼シーケンサ
１２３はタイミング・パルスを与えるのみでな
く、マイクロプロセツサ１１０を順序付け、コン
トロール３３に初期値を与えて、制御ユニツト１
１を正しく動作させる。外部レジスタ１１８から
出る接線１１９は、制御ユニツト１１の全ての他
の部分へ接続される。

第４図は制御テーブル及びマイクロプログラム
群を示すコントロール・ストア１１１のマツプで
ある。もちろんテーブルは記憶サブシステムの成
功した動作のために必要な制御情報を表わす信号
を含む。まずテーブルについて説明する。

CUT１３０は制御ユニツト１１の全体に関連
した情報信号を含む制御ユニツト動作テーブルで
ある。このテーブルは個々の制御ユニツトCU−
０及びCU−１の動作状況に関連しており、駆動
装置やチヤネル１４に関していない。CST１３
１は指令状況テーブルである。このテーブルはア
ドレスされた駆動装置の為に実行されつつある現
在の指令状況を表わす情報信号を含む。ホスト１
２は入出力チヤネル１４を介してそれぞれの制御
ユニツト１１へチヤネル指令を与える。CST１
３１は任意のチヤネル・アダプタ８０によつて受
取られたそれら指令の実行に関して現在の状況を
反映する。SDT１３２は選択された駆動装置の
状況を表わす情報信号を含む。このテーブルは、
制御ユニツト１１をして、任意の駆動装置を緊密
に制御させ且つ動作させる。LDT１３３は論理
装置テーブルである。このテーブルは、駆動装置
が論理的にバツフア１５へ拡張された時の各駆動
装置の状況、及び各駆動装置の広範な動作状況を
表わす情報信号を含む。上記の広範囲な動作状況
は、例えばSDT１３２に現われるものよりも性
格的により一般的なものである。PAT１３４は
係属割当テーブルであつて、このテーブルは、バ
ツフア・スペースが未だ割当てられていない時、
バツフア・スペースを必要とする駆動装置をそれ
らの各アドレスによつて待合せさせる情報信号を
有する。このテーブルはFIFO（先入れ先出し）
テーブルであることが望ましい。HID１３５は、
チヤネル・アダプタ８０を介して制御ユニツト１
１と通信しているホスト１２のためのホスト識別
信号を含む。DOT１３６は装置動作に関連し、
スケジユール、アクチブな装置動作及び完了した
装置動作を表わす情報信号を含む。そのような動
作としては、テープの搬送、読取り及び書込みな
どがある。BST１３７はバツフア１５の状況に
関連た情報信号を含む。そのような情報信号は、
バツフアへのデータ転送、そこからのデータ転
送、バツフア・スペースの割当て、その他のバツ
フア関連機能に関連している。PDT１３８は、
バツフア・スペースに関連した活動が終つた時、
駆動装置から割当てを解くことのできるバツフア
１５のバツフア・スペースを表わす情報信号を含
む。割当ての解放は、そのような活動がストツプ
するまで生じない。DIA１３９は装置情報、駆動
装置及び入出力チヤネル１４に関連した制御デー
タを表わす情報信号を含む。ケーブル１０９を介
して実行されるコントロール間通信情報もここに
記憶される。それらの情報は、駆動装置動作及び
チヤネル動作に基づいて発生してよい。DST１
４０は装置状況に関連した情報信号を記憶する。
即ち、駆動装置によつて制御ユニツト１１へ与え
られた最後の装置状況がこの領域に記憶される。
BRT１４１はバツフア１５の動作に関連してい
る。このテーブルはバツフア１５にあるレコード
の状況を表わす。バツフア中の各レコードは
BRT１４１へ入れられ、バツフア１５における
レコードの記憶状況を示す信号を含んでよい。

DIAG１４２は制御ユニツト１１で実行される
診断機能を制御するため使用されるテーブルであ
る。CXT１４３は、バツフア１５と任意の入出
力チヤネル１４との間でチヤネル・アダプタ８０
を介して実行される信号転送に関連した情報信号
を含む。そのような情報は、転送の方向及び転送
に関連した駆動装置のアドレスを含む。SNS１４
４は、ホスト１２へ報告されるべき感知データを
表わす情報信号及び装置アデレスによつて配列さ
れたいわゆるバツフア・ログを含む。BCT１４
５はバツフア１５のダイナミツクな論理アドレス
構成に関連した情報信号を記憶する。そのような
構成は、制御ユニツトへ接続された駆動装置の
数、及び制御ユニツト１１が１個であるか２個で
あるかに従つて変動する。PGM１４６はいわゆ
る通路群マツプである。これは、サブシステムを
１つ又はそれ以上の論理記憶ユニツトへ区分する
ため、どの駆動装置が論理的にチヤネル・アダプ
タ８０へ接続されるかを示す。PGT１４７はそ
れが論理区分を表わす識別信号を含み、且つ各論
理区分中にチヤネル・アダプタ８０のいずれが存
在するかを示す点で、PGM１４６を補足するも
のである。SCT１４８は、遊び走査に関連した
信号を含むテーブルである。遊び走査は、所与の
駆動装置に関して、活動が生ずべきかどうかを決
定する。多様な動作がSCT１４８を介して導入
され得る。

数字１４９は、ここで特に説明されない他のテ
ーブルを表わす。しかし、これらのテーブルは第
２図に示された記憶サブシステムの実施例中で使
用れてよいものである。その様なテーブルは、バ
ツフア１５の自由スペースを識別する表示、バツ
フア１５のスペースの為の優先順位待ち行列、バ
ツフア１５の為のセグメンテーシヨン表示、追跡
状況、タイム・アウトを制御するタイマ・テーブ
ル、及び複数装置記憶サブシステムを構築するの
に必要又は望ましい各種の領域を含んでよい。

各種のマイクロプログラム又は論理群は、バツ
フア１５の管理に関連したマイクロコード・プロ
グラムであるCUBM１５０を含む。CUCB１５１
は、チヤネル・アダプタ８０を介して入出力チヤ
ネル１４とバツフア１５との間で実行される信号
転送に関連したマイクロコード・プログラム又は
論理を指定する。CUCE１５２は、入出力チヤネ
ル１４を介してホスト１２から受取られた指令を
実行する準備として、前述した各種のテーブルを
設定することに関する。CUCH１５３は、装置選
択の如きチヤネル制御に関連している。CUSV１
５４は、割込みの優先順位を決定するに当つてス
キヤン・ベクトルを使用する場合の割込監視プロ
グラムに関連ている。CUCS１５５は、CUCE１
５２によつて設定された指令を実行するマイクロ
コード論理の指令指示セツトである。CUDB１５
６は、駆動装置とバツフア１５との間の信号転送
を制御し且つ監視することに関連する。CUDI１
５７は、動作をスゲジユールする場合などの装置
アダプタ８５の制御に関連している。CUER１５
９はエラーの検出及び回復に関連している。
CUMD１６０は、制御ユニツト１１によつて実
行される診断手段を含む保守機能に関連してい
る。CUSN１６１は、例えばSNS１４４に記憶さ
れた感知データを処理することに関する。数字１
６３は、記憶サブシステムのために必要が生じた
時、上記のプログラム群が変更され且つ拡張され
てよいことを示す。

第５図は２つの制御ユニツト１１の間における
負荷バランス活動の流れ図を示す。第５図の左方
は送出側ユニツトとしてのCU−０の流れに関連
する。同様に、受取側ユニツトとしてのCU−１
の動作は、第５図の右方に示される。２つの制御
ユニツト１１は同じものであるから、第５図にお
けるCU−０及びCU−１の部分は、同じ番号を付
与されており、CU−０についての説明はCU−１
にも等しくあてはまる。先ずCU−０について言
えば、指令は１６０でホスト１２から受取られ
る。その指令の実行中、遅延が生じるかどうかは
１６１で決定される。もし遅延が生じなければ
（これが大部分の場合であるが）、その指令の実行
はステツプ１６２で実行される。指令の動作はデ
ータ転送であつてよい。実行の完了は線１６３で
示される。他方、指令実行中の遅延は線１６４に
よつて示されるようにCCRを必要とする。更に
線１６４上の信号は、１６５でCCRKカウント及
びCUKカウントを１だけ増加する。この増加が
終ると、１６６でCU−０は、CUKカウントが閾
値T1（検出器４６の閾値）に等しいか又はそれ
より大きいかどうかを決定する。もし閾値を超過
しないと、ステツプ１６７でアドレスされた装置
１３が指令による動作のために準備される。その
ような動作としては、装置１３から割当てられた
バツフア・セグメントへのデータ信号の転送、バ
ツフア・セグメントからアドレスされた装置１３
へのデータ信号の記録などがある。論理装置の準
備が成功裏に完了すると、線１６８によつて示さ
れるように、装置終了信号がホスト１２へ与えら
れる。このような動作は米国特許第3688274号に
教示されている。

もし閾値T1を超過しないと、CU−０は２つの
制御ユニツト１１におけるCUKカウントの間の
差を決定する。CU−１のCUKカウントは線１７
１を介して受取られ、１６５で増加されたCUK
カウントと比較される。ステツプ１７０で、差の
閾値T2（差動回路５５の閾値）を超過しない
と、線１７２により、１６７で論理装置の準備が
開始される。更に、線１７２の信号はOR回路１
７３を通つて、１６５でCUK及びCCRKカウン
トをリセツトすることにより、再調整を行う。
CU−１において、線１７２は対応するCUKカウ
ント及びCCRKカウントがクリアされることを示
す。選択リセツト又はシステム・リセツト指令を
受取つた時に必要となるように、ステツプ１６２
は線１７５を介して上記のカウントをクリアして
よい。

CCRKカウント及びCUKカウントの差が閾値
T1及びT2を超過すると、１７７で、デルタ値に
等しいCCRKカウントが選択される。選択された
装置１３はデルタ値に等しいか又はそれより小さ
いCCRKカウントを有する。このCCRKカウント
は全ての装置１３の最小のCCRKカウントであ
る。実施例において、デルタ値はCU−０及びCU
−１におけるCUKカウントの差の半分である。
１度CCRKカウントが決定されると、関連した装
置アドレスは、線１７８を介して装置送出ステツ
プ１８０へ与えられるとともに、線１７９へ与え
られて、１６５からCCRKカウントを除去するよ
うに使用される。即ち、識別された装置アドレス
及び関連したCCRK及びCUKカウントはもはや
１６５に存在しない。ここで制御ユニツトCU−
１に注目すると、それは装置再割合ステツプ１８
３によつてCU−０から装置情報を受取る。ステ
ツプ１８３は装置１３の動作状況を受取り、１８
４で比較動作を開始させる。それは、割当てられ
た装置の数（作業割当て）がＰ（CU−１に対す
る作業割当閾値）より大きいかどうかを決定する
ためである。もし大きくなければ、CU−１は走
査モジユール１８７で実行すべき作業を走査す
る。

１８４で、もし装置の数が受取側制御ユニツト
CU−１の作業割当て（即ち、割当閾値Ｐ）を超
過すれば、１８５で最小の活動を有する論理装置
が識別され、その識別信号が線１８６を介して
CU−１の装置送出ステツプ１８０へ送られる。
ステツプ１８０は上記識別信号をCU−０へ送
る。CU−０は装置再割当ステツプ１８３を介し
て上記識別信号を受取る。

この実施例において、CU−１において装置１
３に対するバツフア割当てはなされない。これ
は、論理装置が不完全であることを意味する。ホ
スト１２が新しく割当てられた装置１３に関して
データ処理動作を実行するようCU−１へリクエ
ストする時、バツフア１５のセグメント（例えば
１７）が装置へ割当てられる（即ち、論理装置が
完全となる）まで遅延が生じる。従つて、装置１
３が割当てられた時、論理装置を能動化するため
に遅延が必要であるから、CCRカウントは少な
くとも１である。

負荷バランス活動又は作業割当超過活動を開始
するに当り、装置の転移はバツフア１５のセグメ
ントの割当解放を必要とする。従つて、装置送出
ステツプ１８０は、バツフア・セグメント解放ス
テツプ１９０を能動化する。データが論理装置の
バツフア・セグメントに存在する場合、線１９１
により、除去ステツプ１９２が開始される。書込
動作において、バツフア１５のデータは、装置の
転移が起る前に、装置１３へ書込まれる。再生動
作において、バツフア中のデータは消去され、テ
ープ・レコーダが再生位置づけされる。それは、
レコーダからバツフア１５へ受取られた最初のレ
コードを読取るためである。デイスク記憶装置の
読取動作では、除去動作は必要でない。除去ステ
ツプ１９２が完了すると、バツフア管理は解放信
号発生ステツプ１９３へ進む。ステツプ１９３
は、バツフア・セグメントを実際に解放するた
め、線１９４を介してセグメント解放ステツプ１
９０へ解放信号を与える。

ステツプ１６２へ戻つて、実行される指令は前
にアドレスされた装置１３を切離するものである
かも知れない。テープ・レコーダのそのような指
令は、巻戻兼アンロード・ステツプ１９７を必要
とするかも知れない。ステツプ１９７は、線１９
８を介して、巻戻されかつアンロードされつつあ
る（即ち、切離されつつある）装置のために
CCRKカウントを除去し、CUKカウントから
CCRKカウントを減算して、適当な負荷バランス
の監視が続くようにする。

第６図は本発明で実行される論理の構成を示
し、第７図乃至第１０図乃び第１５図は第６図の
論理と関連して使用されるメモリ構成を示す。更
に本発明の動作は、第５図の流れ図に従う。第６
図の論理は第３図のマイクロプロセツサ１１０に
より実行され、第６図の論理モジユールと、第７
図乃至第１０図及び第１５図のテーブルはコント
ロール・ストア１１１の所定のアドレス可能記憶
ロケーシヨンに記憶されている。マイクロプロセ
ツサ１１０は、データ処理技術分野で周知のよう
に、自動的に作業を走査するように構成されてい
る。この走査は多重レベル割込ベースでなされ、
先ず割込みの最高優先順位部分が走査され、次
に、そのような割込みが存在しない場合、割込み
の次のレベルが走査される。以下、同様である。
これら割込走査の全ては第６図の走査モジユール
１８７′で実行される。

第６図乃至第２４図に示される論理モジユール
はCSDCD２００の如く表示される。論理モジユ
ールの左方の２つの文字（例えば、CS）は、第
４図に示されるプログラム１５０〜１６１の右方
の２つの文字に対応する。例えばCSDCD２００
はCUCS１５５に含まれる論理モジユールであ
る。

指令はチヤネル・アダプタ８０（第２図）を介
して受取られ、バス８１を介してコントロール３
３へ転送される。コントロール３３はマイクロプ
ロセツサ１１０及びプログラムを含む。マイクロ
プロセツサ１１０によつて指令が受取られると
（第６図の線１６０）、受取られた指令を解読する
ため、論理モジユールCSDCD２００が呼出され
る。CSDCD２００は、マイクロプロセツサ１１
０をして、指令の実行中に遅延が生ずべきか否か
を決定させる。他の遅延は、論理モジユール
CEWRT２０１、CEERG２０２又はCEWTM２
０３によつて決定されることができる。これら論
理モジユールの各々は、BMIDF２０５を呼出す
ため、線２０４へCCR信号を与えることができ
る。論理モジユールCEWRT２０１は制御ユニツ
ト１１内の書込動作に関連する。その場合、論理
装置表示を介して書込動作へ割当てられたバツフ
ア１５のセグメントはデータで満たされる。
CEERG２０２は、記憶エラーからのエラー回復
のため、消去ギヤツプを形成することに関連す
る。CEWTM２０３は、記録テープ上にテー
プ・マークを書込むことに関連する。いずれにせ
よ、CCR信号は、マイクロプロセツサ１１０内
で複数の論理モジユールの任意の１つから発生さ
れることができる。この論理モジユールは、マイ
クロプロセツサ１１０をして、論理装置に関連し
た種々の機能を実行せしめる。

論理モジユールBMIDF２０５は、線２０６及
び２０７によつて示されるように、CCRKカウン
ト及びCUKカウントを増進する。この論理モジ
ユールは、装置故障増進に関連する。即ち、指令
の実行中に遅延を生じることなくバツフア割当て
又は他の論理装置機能が実行され得ない時に、
CCR信号が生じる。第８図に示されるように、
CCRKカウントは全てLDT１３３に含まれる。
LDT（論理装置テーブル）１３３を構成するレ
ジスタは、レジスタ４１及び４２を含み、これら
レジスタはそれぞれCCRKカウントを含む。
LDT１３３はコントロール・ストア１１１の一
部であり、ベース・アドレス及び装置１３の装置
アドレスによつてアドレス可能である。従つて、
16個までのレジスタがLDT１３中に存在する。
BMIDF２０５は、適当なCCRKカウントを更新
するため、マイクロプロセツサ１１０をして、受
取られた指令に関連した装置アドレスに従つて、
LDT１３３のCCRKフイールドを探索する。同
様に、線２０７によつて示されるように、制御ユ
ニツト・テーブルCUT１３０は、CUKカウント
のためにアクセスされる。CUT１３０は、コン
トロール・ストア１１１中の所定のアドレス可能
レジスタから構成される。

BMIDF２０５は、マイクロプロセツサ１１０
をして、CUKカウントがその閾値を超過したか
どうかを決定させる。閾値が超過され、負荷バラ
ンス活動が調査されるべきである時、CU−１か
らCUKカウントをリクエストするため、マイク
ロプロセツサ１１０がBMIDF２０５によつて能
動化される。この動作は、第６図でCU−１の走
査モジユール１８７′へ伸びる線２１０によつて
示される。線２１０は、第２図のCU−０からCU
−１へ行く線１０９上の信号に対応する。

CU−１の中では、論理モジユールBMSFC
（送信故障カウントに関連する）２１１が走査モ
ジユール１８７′に呼出される。それは、線１７
１によつて示されるように、CU−１のCUKカウ
ントをCU−０へ転送するためである。BMSFC
２１１は、CU−１のマイクロプロセツサ１１０
をして、CU−１内のCUKカウント及びCCRKカ
ウントを再調整せしめる。BMIDF２０５は、マ
イクロプロセツサ１１０をして、差動回路５５の
比較を実行せしめる。もし差（即ち、デルタ値）
が閾値を超過すれば、BMIDF２０５を実行して
いるマイクロプロセツサ１１０は、CUT１３０
内で、負荷バランス開始フイールド２１２（第７
図）を能動状態へセツトする。このセツトされた
フイールド２１２は、負荷バランス活動が生ずべ
きであることをCU−０内で記憶する働きをす
る。この時点で、マイクロプロセツサ１１０は、
より高い優先順位の割込みを探すため、BMIDF
２０５から走査モジユール１８７′へ戻る。モジ
ユール１８７′中で走査しているマイクロプロセ
ツサ１１０は、CUT１３０のフイールド２１２
を走査して、後述するような負荷バランス活動を
開始する。

CUT１３０は、制御ユニツトの動作シーケン
スを制御するため、CU−０内に設けられた重要
な制御テーブルである。フイールド２１２の外
に、メツセージ・バツフア満杯フイールド２１３
は、メツセージがCU−１から受取られたことを
CU−０へ表示する。これは、CU−１がCU−０
のBMIDF２０５から来る線２１０上のリクエス
トに応答する場合に使用されるメカニズムであ
る。フイールド２１３が能動状態へセツトされて
いることを発見されると、コントロール３３内の
メツセージ・レジスタ（図示せず）が読出され
て、どのような動作が実行されるべきかを決定し
なければならない。フイールド２１３によつて示
されるようなメツセージの受取りは、指令を受取
る場合と同じ優先順位を有する。即ち、他の制御
ユニツトは、指令又は同じ優先順位の他の機能に
関連した情報を転送しつつある。第２図に示され
る記憶サブシステムにおける本発明の他の実施型
態では、状況ストア１００が、その中にあるメツ
セージ・レジスタ（図示せず）及び接続線１０１
を介してメツセージを交換することができる。接
続線１０１は、接続線１０９と同じように構成す
ることができる。CUT１３０のフイールド２１
４は、制御ユニツトがCU−０であるかCU−１で
あるかを示す。フイールド２１５は、物理的に存
在している装置の数を示す。即ち、その数は割当
てることのできる装置の最大数である。フイール
ド７１は動作している装置の数を示す。即ち、そ
の装置はデータ処理活動のために現在その制御ユ
ニツトへ割当てられている装置１３である。検出
器４６と関連してBMIDF２０５によつて使用さ
れる閾値は、CCR閾値フイールド２１７に含ま
れる。２つの制御ユニツト１１は複合マシンであ
る。従つて、制御テーブルCUT１３０は省略符
号２１８で示されるように追加的なエントリイを
有する。

マイクロプロセツサ１１０が作業を走査するに
つれて、それは負荷バランス開始フイールドがア
クチブであることを感知する。次に、マイクロプ
ロセツサ１１０は、線２２３によつて示されるよ
うに、負荷バランス論理モジユールBMLBL２２
０を能動化する。CUT１３０の走査は線２２１
によつて示される。BMLBL２２０への制御の転
移は、ダツシ線２２２によつて示される。マイク
ロプロセツサ１１０はBMLBL２２０に応答し
て、CU−０及びCU−１におけるCUKの差の半
分に最も近くかつそれより大きくないCCRKカウ
ントを有する装置を発見する。次に、CST１３
１の負荷バランス・フイールド２２４が能動状態
へセツトされる。それは、装置アドレス・フイー
ルド２２７によつて示される装置が負荷バランス
活動の対象になつていることを示すためである。
LDT１３３において、プリフエツチ読取フイー
ルド２２５が１へセツトされ、LDTレジスタに
よつて表わされる装置１３がもはやプリフエツチ
読取りを許されないことを示す。即ち、負荷バラ
ンス活動の対象になつているアドレスされた装置
は、その割当てられたバツフア・セグメント中に
追加的なデータを記憶されるべきでない。更に、
マイクロプロセツサ１１０は、CUT１３０のフ
イールド２１２をリセツトし、CUT１３０の
CUKカウント・フイールド４５をゼロにし、
LDT１３３における全てのCCRKカウント・フ
イールド４１の全てをゼロにする。負荷バランス
活動の継続は、CST１３１のフイールド２２４
のセツトに基いて行われる。CST１３１は、受
取側制御ユニツトCU−１へ送られるべき装置を
指定する。更に、転移されるべき装置１３は、第
１５図に示されるように、SCT１４８のレジス
タ２２６に示される。例えば、もし装置５が負荷
均衡化のための装置として送られるべきであれ
ば、レジスタ２２６のビツト５が、送られるべき
装置であることを示すため、能動状態へセツトさ
れる。更に、CST１３１のフイールド２２８
は、フイールド２２７中で示された装置１３が
CU−１へ送られるべき装置であることを示す。
この時点で、マイクロプロセツサ１１０は、再び
走査モジユール１８７′へ入る。

動作の優先順位によつて、マイクロプロセツサ
１１０がCST１３１フイールド２２４に基いて
負荷バランス活動へ戻ることを許されると、線２
３０で示されるように、論理モジユールBMSDV
１８０が能動化される。CU−１へ送られるべき
装置の表示は、線２３１によつて示されるよう
に、SCT１４８からマイクロプロセツサ１１０
へ与えられる。BMSDV１８０は、前に説明した
ように、マイクロプロセツサ１１０を能動化し
て、CU−１への送出メツセージに基いて、アド
レスされた装置をCU−１へ転移せしめる。第６
図において、この動作は線２３２によつて表わさ
れる。線２３２はCU−１の走査モジユール１８
７′を能動化して、CU−０からのメツセージを受
取らせる（これについては、後に詳細に説明す
る）。CU−０は、例えば装置５に関連した動作表
示状況信号の全てをCU−０からCU−１へ転送す
る。装置５は、負荷バランス活動を実効化するた
め、CU−１へ転移又は再割当てされつつある装
置である。装置１３はCU−１へ転送されつつあ
るから、その装置に関するバツフア１５の割当て
は、CU−０のバツフア１５から解かれねばなら
ない。この割当ての解放は、線２３３を介して
BMSDV１８０から起される。線２３３は、論理
モジユールBMDBS１９０を能動化して、適当な
バツフア１５のセグメントを解放させる。割当て
られたセグメントにデータが存在していなけれ
ば、マイクロプロセツサ１１０は線２３４を通つ
て論理モジユールBMPDT２３５へ進む。
BMPDT２３５は、第４図に関して前に説明した
ように、バツフア・セグメントの表示を係属中の
割当解放テーブルPDT１３８に入れる。バツフ
ア１５のセグメントにデータが存在し、転送され
た装置が読取モードであつたならば、論理モジユ
ールCSRAH２３６が能動化される。装置が、バ
ツフア１５のセグメント・データを装置１３へ記
憶する書込モードにあつたならば、書込モード論
理モジユールCSCBW２３７が能動化される。こ
れら２つの論理モジユールは、マイクロプロセツ
サ１１０をして、バツフア１５のセグメントから
データを除去せしめる。マイクロプロセツサ１１
０は走査モジユール１８７′へ戻り、高い優先順
位の割込みが迅速に処理されることを保証する。
事実として、大部分の負荷バランス活動の間に、
割込みが生じる。

第９図はCST１３１を示す。CST１３１の各
エントリイは、フイールド２２７に示された装置
１３のアドレスを有する論理装置に対応する。現
在実行されつつある指令は、フイールド２４１に
表示され、指令を受取らせかつ論理装置と関連し
ていたチヤネル・アダプタ８０は、フイールド２
４２に表示される。フイールド２４３は、２つの
制御ユニツト１１のうちいずれが、フイールド２
４１中に示された指令を受取つたかを表示する。
フイールド２４４は指令が係属中であること（即
ち、指令の実行が進行中であること）を表示す
る。CCRフイールド２４５は、チヤネル指令リ
トライ状況が、フイールド２２７に示された装置
のためにチヤネルによつて受取られたことを示
す。フイールド２４０はプリフエツチ読取抑止フ
イールドである。このフイールドは、負荷をバラ
ンスさせるため転移されつつある装置１３が、デ
ータ信号をバツフア１５へ転送することを禁止す
る。更に、フイールド２４０は、本発明と直接の
関連を有しない記憶サブシステムの他の機能に関
連して使用される。フイールド２４６は、チヤネ
ル終了信号がチヤネルによつて受取られたことを
示す。従つて、第５図の線１６８によつて示され
るように、装置終了信号がアドレスされた装置に
ついて必要となる。省略符号２４７は、CST１
３１が記憶サブシステムの他の実施例を構成する
場合に、他のエントリイを有してよいことを示
す。

論理モジユールCSRAH２３６及びCSCBW２
３７は、マイクロプロセツサ１１０を能動化し
て、CU−１へ転移されつつある装置１３に関連
したデータをバツフア１５から除去せしめる。こ
の除去に続いて、CST１３１のフイールド２４
４のビツトがリセツトされ、セグメントの割当解
放が生じるようにする。従つて、走査モジユール
１８７′中で走査を実行しているマイクロプロセ
ツサ１１０は、論理モジユールBMCBM１９３を
能動化する。BMCBM１９３は、後に第１８図を
参照して詳細に説明するように、バツフア状況に
基いて割込まれた動作を処理するように設計され
た継続バツフア管理機能である。BMCBM１９３
は、マイクロプロセツサ１１０を能動化して、論
理モジユールBMDBS１９０を能動化せしめる。
BMDBS１９０は、前述したBMPDT２３５を能
動化して、負荷バランス活動中に転移されつつあ
る装置１３へ割当てられたバツフア１５のセグメ
ントの割当を解放するようにスケジユールさせ
る。

論理装置はLDT１３３を介して指定されると
ともに制御され、それぞれの論理装置に関連した
バツフア１５のセグメントはBST１３７を介し
て制御される。それぞれの制御ユニツト１１にお
いてバツフア１５のセグメントのそれぞれにつき
１個のレジスタがBST１３７に存在する。記憶
サブシステム１０によつて受取られた全ての指令
は、装置アドレスに基いておりバツフア１５のセ
グメント・アドレスには基いていないので、
LDT１３３はBST１３７のための間接アドレ
ス・ベースとして使用される。この点に関して、
LDT１３３の各レジスタにあるフイールド２５
３は、BST１３７中の対応するエントリイのア
ドレスを示す。更に、LDT１３３において、フ
イールド２５４は、テープ・マークが書込まれつ
つあるか、又は装置１３から読取られたかを示
す。テープ・レコーダを使用しない実施例では、
フイールド２５４を省略してよい。フイールド２
５５は、プリフエツチ読取動作が現在起つている
ことを示すためにセツトされる。スケジユールさ
れたプリフエツチ読取動作は未だ実行されていな
い。装置１３と割当てられたバツフア１５のセグ
メントとから構成される論理装置に関連した
LDT１３３のフイールドであつて、本発明と直
接の関連を有しないものは、省略符号２５６で示
される。

バツフア１５のセグメント動作に関連した
BST１３７は、各セグメントのために複数のフ
イールドを有する。フイールド２６０は、セグメ
ントが割当てられている装置１３のアドレスを含
む。もしそれが割当てられていなければ、フイー
ルド２６３はゼロへリセツトされる。その時、フ
イールド２６０の内容は無視される。フイールド
２６１，２６２はそれぞれLRUP（最旧時使用ポ
インタ）及びMRUP（最近時使用ポインタ）に関
連している。MRUPは次の最近時に使用されたセ
グメントを指令し、LRUPは次の最旧時使用セグ
メントを指令する。フイールド２６４は、バツフ
ア１５のセグメントが現在約束されていることを
示す。即ち、それは、BST１３７のエントリイ
に対応するバツフア１５のセグメントに関連した
データ処理動作が現在実行されていることを示
す。フイールド２６５は、セグメントが自由化
（割当解放）のためにスケジユールされているこ
とを示す。フイールド２６６は、バツフア・セグ
メントが読取モード（ビツト１）にあるか、又は
書込モード（ビツト０）にあるかを示す。フイー
ルド２６７は、前方又は逆方向動作を示す。省略
符号２６８は、本発明に直接の関連を有しない他
のフイールドがBST１３７に含まれてよいこと
を示す。

第６図に戻つて、論理モジユールCERST２７
０はホスト１２から走査モジユール１８７′を介
して受取られたリセツト指令に応答し、線２７１
によつてCUT１３０，LDT１３３，CST１３
１，SCT１４８、状況ストア１００，BST１３
７の内容をリセツトする。ここで理解すべきは、
コントロール・ストア１１１において他のテーブ
ルもリセツトされることである。本発明の実施例
に関する限り、CCRK及びCUKカウントの各フ
イールドは、論理モジユールCERST２７０によ
つてリセツト又は再調整されることに注意された
い。

装置１３が最初に選択された時、選択要求活動
に続いて最初の指令がホスト１２から受取られた
時を除いて、CUKカウント及びCCRKカウント
は変更されない。その時、バツフア・スペースは
割当てられていないから、CCR信号が送られ
る。この時点で、新しく選択された装置のCCRK
カウントは１にされ、CUKカウントは１だけ増
加される。マイクロプロセツサ１１０は、走査モ
ジユール１８７′を介して線２７４をたどり、論
理モジユールBMABS（バツフア・セグメント割
当て）２７５へ応答する。この論理モジユールの
詳細は第２１図に示されている。もしバツフア１
５の単一セグメントが割当てられるべきであれ
ば、BMASE（単一セグメント割当て）２７６が
能動化される。もしバツフア・セグメントが利用
可能であれば（即ち、自由状態にあれば）、割当
て状況をBST１３７へ入れること以外に、マイ
クロプロセツサ１１０による動作は必要とされな
い。他方、バツフア１５の全てのセグメントが割
当てられていれば、BMASE２７６はマイクロプ
ロセツサ１１０をしてBMDBS１９０を能動化せ
しめる。それは、バツフア・セグメントの最近時
使用セグメントの割当てを解いて、それを新しく
能動化されかつ選択された装置１３へ割当てるた
めである。この活動は、線１６０で示されるよう
に、指令を受取つた時、論理モジユールCSDCD
２００を介して開始される。係属割当テーブル
PAT１３４は、割当リクエストによつて能動化
される。走査モジユール１８７′を走査している
マイクロプロセツサ１１０は、PAT１３４を読
取り、割当リクエストを発見し、前述したように
BMABS２７５を能動化する。

受取側のCU−１では、装置の転移は線２３２
によつて示される。線２３２は論理モジユール
BMRAD（装置再割当て）１８３を能動化するた
め走査モジユール１８７′へ伸長されている。
BMRAD１８３は、マイクロプロセツサ１１０を
して受取られたメツセージ（即ち、装置１３の転
移）を指令として処理せしめる。従つて、線２８
０によつて示されるように、CU−１の論理モジ
ユールCSDCD２００は後述するようにして能動
化される。この動作は、CU−１が転移された装
置を動作的に受取るのに必要な活動を起させる。
線２８１は、CSDCD２００に応答してCU−１内
で他の動作が開始されてよいことを示す。
CSDCD２００は受取られたCU−０メツセージに
応答する。PAT１３４は、割当リクエストに対
してCU−１のバツフア・セグメント割当モジユ
ール（図示せず）を能動化するため、アクセスさ
れることができる。更に、BMRAD１８３は、マ
イクロプロセツサ１１０をして、BMNLD２８２
を能動化せしめる。それは、CU−１へ現在割当
てられている論理装置の数を決定するためであ
る。もし論理装置の数が制御ユニツトCU−１の
能力を超えれば、論理モジユールBMSLD（最旧
時活動装置送出）１８５がマイクロプロセツサを
能動化して、線１８６で示すように、最旧時活動
装置をCU−０へ戻させる。この転移は、
BMSDV１８がCU−０を能動化して装置をCU−
１へ転移したのと同じようにして行われる。

第１１図は前述した論理モジユールCSDCD２
００を示す。このモジユールは、１６０で、指令
又は論理モジユールBMRAD１８３を通して動作
するマイクロプロセツサ１１０からの論理的能動
化によつて能動化される。最初の動作は能動化の
源を分析することである。即ち、指令がアダプタ
８０から受取られたのか、又はメツセージが他の
制御ユニツト１１から受取られたのかを決定す
る。指令コードは、記憶サブシステムによつて何
が実行されるべきかを示す。ハウスキーピング動
作が完了した後、２９１でマイクロプロセツサ１
１０は、BST１３７（第１０図）の内容を感知
し、アドレスされた装置１３がエラー又は異常な
状態を有するかどうか、アドレスされた装置１３
のために活動を起すことができるかどうかを決定
する。もしそうであれば、２９２でマイクロプロ
セツサ１１０は第９図のフイールド２４１を検査
して、指令が読取指令であるか又は書込指令であ
るかを決定する。読取指令でも書込指令でもなけ
れば、２９３で本発明に直接の関連を有しない補
助機能が実行される。これらの機能には、論理制
御指令を変更するパラメータのような、チヤネ
ル・アダプタ８０から来る指令データを受取るこ
とが含まれる。数字２９４は、指令の性質が分析
されねばならないことを示す。そのような補助機
能が完了し、又は２９２で検出された指令が読取
指令又は書込指令であれば、２９５でマイクロプ
ロセツサはCST１３１からどの制御ユニツトが
指令を実行すべきかを決定する（フイールド２４
３参照）。もし制御ユニツトがCU−１のような他
の制御ユニツトであれば、指令に関連するメツセ
ージがケーブル１０９（第２図）を介してCU−
１へ転送される。そのようなメツセージは指令デ
ータ及び指令それ自体を含み、２９６で転送され
る。２９７では、本発明と直接の関連を有しない
他のハウスキーピング機能が実行される。もし指
令が局部の制御ユニツト（即ち、CU−０）によ
つて実行されるべきであれば、アクシヨンをとる
必要はない。更に、指令を解読するに当つて、本
発明に関連のない他のステツプが２９８でとられ
る。３００では、マイクロプロセツサ１１０は
BST１３７を読取り、バツフア１５の動作モー
ドを決定する。即ち、それが読取モードであるか
書込モードであるかを決定する（第１０図のフイ
ールド２６６参照）。第１１図に示される残りの
ステツプの全ては、指令実行中の遅延の検出に関
連している。例えば、３０１でマイクロプロセツ
サ１１０はアドレスされた装置１３（転移されつ
つある装置）へ割当てられたバツフア・セグメン
トが満杯であるかどうかを決定する。BST１３
７の省略符号２６８で表わされた１つのフイール
ドは、フイールド２６０に対応するBST１３７
のエントリイによつて表わされたバツフア・セグ
メントが満杯であるか空であるかを示す。バツフ
ア・セグメントが満杯でなければ、書込モードに
遅延は生じない。バツフア・セグメントが書込モ
ードにおいて満杯であれば、３０２でマイクロプ
ロセツサ１１０は、チヤネル指令リトライ
（CCR）コードをセツトし、ホスト１２へ中継す
るため、遅延をチヤネル・アダプタ８０へ報告す
る。ステツプ３０１又は３０２からは、後述する
ように、ポイント３０３を通してCCR検査出口
ルーチンへ入る。

ステツプ３００で、アドレスされた装置が読取
モードにあることをBSTが示すと、マイクロプ
ロセツサ１１０は、線３０６を通つて、アドレス
された装置１３に割当てられたバツフア・セグメ
ントが空であるかどうかを検査する。この検査は
４つのステツプで実行される。最初に３０７で、
マイクロプロセツサ１１０は、論理装置が前方モ
ードにあるか逆方向モードにあるか（フイールド
２６７参照）を決定し、かつバツフア・セグメン
トが満杯であるか空であるかを検査する（省略符
号２６８のフイールドで示される）。もし論理装
置が前方読取モードにあり、バツフア１５のセグ
メントが空であれば、３０８でCCRコードを１
へセツトしホスト１２へチヤネル指令リトライを
報告することによつて、遅延がマイクロプロセツ
サ１１０によつて表示される。同様に３１０で、
マイクロプロセツサ１１０はアドレスされた装置
１３に関連したBST１３７のエントリイを検査
し、装置が逆方向読取モードにあるか（フイール
ド２６７）及びセグメントが空であるか（フイー
ルド２６８）を決定する。もしバツフア・セグメ
ントが空であれば、３１１で、チヤネル指令リト
ライが開始される。２９１へ戻つて、もし装置が
割当てられていなければ（BST１３７のフイー
ルド２６３）、マイクロプロセツサは通路３１３
をたどり、３１４でチヤネル指令リトライ・コー
ドを１へセツトする。今やマイクロプロセツサ１
１０は指令の解読及び他の制御ユニツトからのメ
ツセージの受取りに関する全ての可能な条件を検
査した。上記の他の制御ユニツトは、チヤネル指
令リトライによつて表示される遅延を開始する指
令に関連するものである。

CCR検査ルーチンへは、ポイント３０３を介
して入る。３１６で、マイクロプロセツサ１１０
は、チヤネル指令リトライが前述したオペレーシ
ヨンのいずれかによつて開始されたかどうかを検
査する。もし開始されていなければ、若干のハウ
スキーピング・プログラム・ステツプが３１７で
実行される。１９９で走査モジユール１８７′へ
戻る。他方、遅延が開始されていれば、アドレス
された装置のビジイ状態（CCRKカウントによつ
て表わされる）及び制御ユニツトのビジイ状態
（CUKカウントによつて表わされる）が増加され
ねばならない。これは、ステツプ３１８で論理モ
ジユールBMIDF２０５（第６図）を能動化する
ことによつて達成される。

次に第１２図を参照すると、２０４でBMIDF
２０５がマイクロプロセツサ１１０によつて能動
化される。遅延の発生は、既にCSDCD２００に
よつて決定されたから、３２０でマイクロプロセ
ツサ１１０はアドレスされた装置１３のために
CCRKカウントを増加する。CCRKカウントは第
８図のLDT１３３に含まれている。３２１で、
マイクロプロセツサ１１０は、CU−０のための
CUT１３０にあるCUKカウントを更新する。３
２２で、マイクロプロセツサ１１０は、CUKカ
ウントが閾値T1を超過しかたどうかを決定す
る。もし超過していなければ、負荷バランス活動
を開始する必要はない。従つて、マイクロプロセ
ツサ１１０は３２３を介してCSDCDへ戻る。３
２２で、閾値T1を超過していれば、３２４でマ
イクロプロセツサ１１０は負荷バランス活動が禁
止されているかどうかを決定する。実施例におけ
る負荷バランスの禁止は、保守のみを目的とする
ものであつた。従つて、負荷バランスの禁止に関
連するCUT１３０の制御フイールドは、省略符
号２１８によつて表わされるフイールドにある。
論理装置は、負荷バランス活動から除外されるよ
うに、特定の制御ユニツトへ束縛されてよい。更
に、２個又はそれ以上の制御ユニツトが記憶サブ
システム中に使用されている場合、１つの制御ユ
ニツトの全体が負荷バランス活動から除外されて
よい。他方、負荷バランスが禁止されていなけれ
ば、３２５でマイクロプロセツサ１１０はCUT
１３０の負荷バランス開始フイールドを感知す
る。もし既に負荷バランスが開始されていれば、
負荷バランスを開始させるためのそれ以上の活動
は必要でない。負荷バランスは、他の制御ユニツ
ト（例えばCU−１）によつて開始されたかも知
れない。もし負荷バランスが開始されていなけれ
ば、３２６でCU−１のCUKカウントがケーブル
１０９を介して読取られ、後にBMLBL２２０に
よつて使用されるために記憶される。３２７で、
マイクロプロセツサ１１０は負荷バランス開始フ
イールドを１へセツトし、CSDCD２００へ戻
る。

BMIDF２０５のステツプ３２６は、論理モジ
ユールBMSFC２１１（第６図）によつてCUKカ
ウントを送るというCU−１の動作を必要とす
る。第１３図はCU−１の論理モジユール
BMSFC２１１を示す。３３０で、CU−１のマ
イクロプロセツサ１１０はCU−１のフイールド
２１２を調べて、負荷バランスがCU−１によつ
て開始されたかどうかを決定する。もし開始され
ていなければ、３３１で、CU−１のCUKカウン
トがCU−０へ転送される。これは、第１２図の
ステツプ３２６に関連する実際の転送である。３
３２で、CU−１はそのCUT１３０のCUKカウン
トをクリアする。次に３３３で、CU−１のLDT
１３３における全てのCCRKフイールドがゼロへ
クリアされる。他方、３３０で、負荷バランス開
始フイールドが１に等しかつたならば、３３４
で、CU−１のマイクロプロセツサ１１０はその
負荷バランス開始フイールドをゼロへリセツトす
る。この動作は、CU−１からの負荷バランス活
動を禁止する。ここで注意すべきは、２つの制御
ユニツト１１が高い負荷を有する時、前述した動
作は負荷バランスを生じないことである。しか
し、CUK及びCCRKカウントは全てゼロへリセ
ツトされることによつて再調整される。従つて、
閾値T1が超過されると、常に制御ユニツト１１
において負荷バランスの再調整を生じ、２個の制
御ユニツトの作業負荷に不均衡がある時にのみ負
荷バランスの活動が生じる。

次に第１４図について説明する。前述した活動
が完了し、負荷バランスが生ずべきであれば、
CUT１３０のフイールド２１２は、CU−０のマ
イクロプロセツサ１１０へ、負荷バランスが続い
て起ることを教える。マイクロプロセツサ１１０
は、その走査モジユール１８７′を介してCUT１
３０を感知し、２２３で示されるようにBMLBL
２２０を能動化することによつて、負荷バランス
を開始する。先ず３４０で、CU−０のマイクロ
プロセツサ１１０は、CU−０のCUKカウントか
らCU−１のCUKカウントを減算して、差のデイ
ジタル信号を発生する（第１図の差動回路５５を
参照）。３４１で、マイクロプロセツサ１１０は
差のデイジタル信号を２で除算して、デルタ・デ
イジタル信号を発生する。３４２で、デルタ・デ
イジタル信号が閾値T2で比較され、２つの制御
ユニツト１１のCUKカウントの差が負荷バラン
スを必要とするかどうかが決定される。実施例に
おいて、閾値T2との比較は、第１図の差動回路
５５の中でではなく、除算の後に実行される。い
ずれにせよ、３４２で、閾値T2がデルタ信号に
よつて超過されなければ、負荷バランスは開始さ
れず、後述するようにして、CUKカウント、全
てのCCRKカウント、及び負荷バランス開始フイ
ールドがリセツトされる。もし閾値T2が超過さ
れれば、マイクロプロセツサ１１０は、ステツプ
３４３及び３４４でLDT１３３のCCRKカウン
ト・フイールドを走査し、CUKカウントの差の
半分に略等しくかつそれよりも大きくないCCRK
カウントを有する論理装置が識別される（CCRK
＝デルタ／２）。３３４で適当な論理装置が識別
されると、それは、SDレジスタ２２６の適当な
ビツトを能動状態へセツトすることによつて、第
１５図のSCT１４８へ記憶される。そうでなけ
れば、CCRKカウントの走査が続く。それは、負
荷バランスを実効化するため、CU−１へ転移す
るための最も近い論理装置が発見されるまで継続
する。３４５では、ステツプ３４３，３４４で識
別された論理装置について、CST１３１が変更
される。その変更は、フイールド２２４及び２２
８を１へセツトすることによつて行われる。更に
LDT１３３では、識別された論理装置のための
プリフエツチ読取りが、フイールド２２５をセツ
トすることによつて禁止される。第１４図の最後
の２つのステツプは、ビジイ状態を表わすカウン
トCUK及びCCRKを再調整する。即ち、３４６
で、CUT１３０のフイールド２１２及びCUKカ
ウントがリセツトされる。３４７では、マイクロ
プロセツサ１１０はLDT１３３中の全ての
CCRKカウントをゼロへクリアする。この時点
で、負荷バランスが開始され、マイクロプロセツ
サ１１０は、より高い優先順位の作業を検査する
ため、走査モジユール１８７′へ戻る。CU−０の
中により高い優先順位の作業が存在しなければ、
次に説明するようにして、負荷バランスが続く。

負荷バランスの次のステツプは、CU−１へ識
別された装置を「送る」ことである。第２５図は
どのようにしてCU−０が装置をCU−１へ転移す
るかを示す。２３０で、BMSDV１８０が走査モ
ジユール１８７′からマイクロプロセツサ１１０
によつて能動化される。３５１で、マイクロプロ
セツサはSCT１４８のSDレジスタ２２６を感知
して、そこに非ゼロの値が存在するかどうかを調
べる。もし転移すべき装置１３がなければ、マイ
クロプロセツサ１１０は線３５２をたどり、走査
モジユール１８７′へ戻る。他方、SDレジスタが
非ゼロであれば、３５３で、マイクロプロセツサ
１１０はSDレジスタ２２６の値をマイクロプロ
セツサ１１０内の作業レジスタへ転送し、SDレ
ジスタ２２６をゼロへリセツトする。３５４で、
マイクロプロセツサ１１０は、BST１３７か
ら、バツフア・セグメントがSDレジスタの内容
によつて示された装置へ割当てられているかどう
かを決定する。もしセグメントが現在割当てられ
ていなければ（即ち、フイールド２６３がゼロで
あれば）、装置１３は遅延を生じることなくCU−
１へ送られることができる。本発明の理解に関係
のない若干のハウスキーピング動作が３５５で実
行される。次に３５６で、マイクロプロセツサ１
１０はケーブル１０９を介してメツセージをCU
−１へ実際に送る（状況ストア１００及びケーブ
ル１０１を介して送ることもできる）。メツセー
ジは、転移されつつある装置に関連したCST１
３１及びBST１３７の内容を含み、かつCU−１
が転移された装置と共に動作するために必要な他
の情報を含む。そのような他の情報としては、識
別データ（バツフアにおけるデータのブロツク識
別情報）、バツフア・セグメントのブロツク・サ
イズ、他の種々の制御情報がある。３５７で、
CU−１へ転送されたメツセージがメツセージ領
域で受取られる。次に３５８で、ハウスキーピン
グ・ルーチンが実行される。このハウスキーピン
グ・ルーチンは、CU−１へ転送された全ての制
御情報をリセツトするルーチンを含む。次に、
CU−０の走査モジユール１８７′へのリターンが
生じる。

他方、もし転送されつつある装置に関して、バ
ツフア・セグメントが割当てられていれば
（BST１３７のエントリイで示される）、３５９
で論理モジユールBMDBS１９０が能動化され
る。それは、バツフア・セグメントの割当てを解
き、後で詳細説明するように、バツフア・セグメ
ント内のデータを除去するためである。次に３６
０で、本発明と関連のないコードが実行され、
CU−０のマイクロプロセツサ１１０による走査
モジユール１８７′への戻りが生じる。

第１６図は、CU−１のために第６図で実行さ
れるモジユールBMRAD１８３を示す。このモジ
ユールは、第２５図で説明したように、CU−１
のマイクロプロセツサ１１０をして、CU−０か
ら受取られたメツセージをCU−１のテーブル及
び制御領域へ転送させ、転送された装置１３が
CU−１に関して操作可能になるようにする。３
６２で、CU−１のマイクロプロセツサ１１０は
BMRAD１８３を能動化し、３６３で、CU−１
のメツセージ領域へ受取られたメツセージがCU
−１のCST１３１，BST１３７，LDT１３３、
及び装置１３の操作制御に必要なその他の制御領
域（図示せず）へ転送されるようにする。次に、
３６４でCU−１の論理モジユールCSDCD２００
が能動化される。ここで注意すべきは、CU−１
のマイクロプロセツサ１１０によるCSDCD２０
０の実行は、受取られたメツセージの分析、及び
指令がチヤネル・アダプタ８０を介して受取られ
なかつた事実の分析を生じることである。もし事
実として指令が受取られたのであれば、CU−０
がそれを受取つていても、CU−１はその指令を
実行するように進行する。３６５で、CU−１の
マイクロプロセツサ１１０は、BMNLD２８２を
能動化し、CU−１へ割当てられた装置１３の数
が８個を超過しないかどうかを調べる。次に、３
６６でCU−１は走査モジユール１８７′へ戻る。
この時点で、CU−１は、転移されたばかりの装
置１３に関して、全てのデータ処理活動を処理す
る準備をととのえる。注意すべきは、バツフアの
割当ては生じていないことである。即ち、論理装
置は再構成されていない。従つて、転移された装
置１３のために受取られた最初の指令は、
CSDCD２００をして、リクエストを出したホス
ト１２へCCR信号を送らせる結果となる。

第１７図に示される論理モジユールBMDBS１
９０は、第６図に示されるように、いくつかの他
の論理モジユールによつて能動化される。この能
動化は第１７図の３７０として集約的に示されて
いる。先ず３７１で、マイクロプロセツサ１１０
は、BST１３７を検査し、バツフア・セグメン
トの割当てを解かれるべき論理装置が約束されて
いるかどうか（即ち、データ処理動作についてア
クチブかどうか）を決定する。この決定はフイー
ルド２６４を検査することによつて達成される。
もしそれが約束されていれば、３７２で、リター
ン・コードRCが２にセツトされる。それは、後
に例えば装置アドレスをPDT１３８へ挿入する
場合のように、取るべき動作を決定する場合に使
用される。もし割当てを解かれるべきバツフア・
セグメントが３７１で約束されていなければ、３
７３で、マイクロプロセツサ１１０は、割当ての
解放が装置をCU−１へ送つた結果によるもので
あるかどうかを決定する。ステツプ３７３から３
７６までは、アドレスされた装置がマイクロプロ
セツサ１１０へ予約されるべきかどうかを決定す
る。もし現在の活動が装置送出動作であれば（ス
テツプ３７３）、マイクロプロセツサ１１０はア
ドレスされた装置１３の上に排他的制御を有すべ
きでない。同様に３７４で、CCR信号がホスト
１２へ送られたかどうかを決定するため、状況ス
トア１００が調べられる。CCR信号がホスト１
２へ送られていれば、マイクロプロセツサ１１０
はアドレスされた装置１３の上に排他的制御を有
すべきでない。更に３７５で、マイクロプロセツ
サ１１０は、アドレスされた装置が現在マイクロ
プロセツサ１１０へ予約されているかどうかを決
定する。もしそれがマイクロプロセツサ１１０へ
予約されていれば、それ以上の予約動作は必要で
ない。３７６で、マイクロプロセツサ１１０は、
装置がホスト１２の１つのためにチヤネル・アダ
プタ８０へ予約されているかどうかを決定する。
もしそれがホスト１２へ予約されていれば、３７
７でリターン・コードRCが３へセツトされる。
これは、バツフアの割当てを解放する前に、バツ
フア・セグメントのデータ信号内容が除去されね
ばならないことを示す。もしステツプ３７３から
３７６までの全てが否定的応答（ゼロ）を与えれ
ば、３７８で、マイクロプロセツサ１１０は装置
１３及びバツフア１５のセグメントを含む論理装
置をマイクロプロセツサへ予約する。それは、作
業レジスタ中のマイクロプロセツサ予約ビツト
（図示されず）を１へセツトし、装置１３のアド
レスを有する論理装置がマイクロプロセツサ１１
０の排他的制御の下にあることを状況ストア１０
０へ報告することによつて行われる。論理装置を
マイクロプロセツサ１１０へ予約することによつ
て、ホスト１２は、CU−０内で割当解放手順が
完了するまで、装置の選択を禁止される。装置１
３は記憶サブシステム活動のために予約される。
３８０で、マイクロプロセツサ１１０は状況スト
ア１００を感知する。それは、割当てを解かれる
べきバツフア・セグメントが割当てられているも
のとして表示されていることを示す信号を状況ス
トア１００が有するかどうかを決定するためであ
る。状況ストアの信号記憶は図示されていない。
なぜならば、メモリ内のマークは周知であり、状
況ストア１００は記憶サブシステム１０の論理構
成を示す情報をメモリ内に有するからである。も
し割当てを解かれるべきバツフア・セグメントが
割当てられているものとして表示されていれば、
３８１で、マイクロプロセツサ１１０は、バツフ
ア・セグメントが割当てを解かれるべきことを表
示するよう、状況ストア１００へ命令を与える。
ステツプ３８０及び３８１から、マイクロプロセ
ツサ１１０は線３８２をたどつてステツプ３８３
へ達する。３８３で、マイクロプロセツサ１１０
はBST１３７のフイールド２６６を検査し、装
置が読取モードにあるか書込モードにあるかを決
定する。この時点で、割当てを解かれるべきバツ
フア・セグメントにデータが存在することに注意
されたい。従つて、３８４及び３８５で、それぞ
れ読取モードでデータを除去し書込モードでアド
レスされた装置１３へデータを記録するため、モ
ジユールCSRAH２３６及びCSCBW２３７が能
動化される。これらモジユールの能動化に続い
て、３８６で、マイクロプロセツサ１１０はリタ
ーン・コードRCを検査する。もしリターン・コ
ードが２であれば（即ち、BST１３７のフイー
ルド２６４によつて、装置が予約されていること
が示されれば）、３８７でBMPDT２３５が能動
化されて、バツフア・セグメントの識別情報が
PDT１３８へ置かれる。ステツプ３８７から４
０１へ達しリターンがなされる。もしリターン・
コード（RC）が２でなければ、３９０でマイク
ロプロセツサ１１０は装置動作がスケジユールさ
れているかどうかを決定する。装置動作のスケジ
ユールはDOT１３６で維持されている。もし装
置１３の動作が割当てを解かれようとしているバ
ツフア・セグメントに関してスケジユールされて
いれば、３９１で、マイクロプロセツサ１１０
は、フイールド２６５を１へセツトすることによ
つて、バツフア・セグメントが自由にされるべき
ことをBST１３７中で表示する。他方、装置動
作がスケジユールされていなければ、３９２で、
マイクロプロセツサ１１０は、割当てを解かれる
べきバツフア・セグメントが３８０で表示された
ように割当てられているかどうかを調べる。もし
割当てられていれば、３９３で、マイクロプロセ
ツサ１１０はLDT１３３をゼロにしてフイール
ド２５３をゼロにする。これはBST１３７にお
ける対応するエントリイのアドレス可能性をだめ
にする。即ち、バツフア・セグメントに関連する
BST１３７の内容が効果的に消去され、それに
よつてバツフア・セグメントの割当てが解かれ
る。３９４，３９５，３９６で空のバツフア・セ
グメントを解放する動作が完了する。３９４で、
BST１３７の装置アドレス・フイールドがゼロ
にされ、３９５で、バツフア・セグメント及び論
理装置に関係するBST１３７の残りのフイール
ドが全てゼロにされる。３９６で、割当てを解か
れようとしているバツフア・セグメントが最旧時
使用セグメントにされる。次に３９７で、本発明
に直接の関連を有しない論理ステツプがマイクロ
プロセツサ１１０によつて実行される。３９８
で、マイクロプロセツサ１１０は、論理装置（即
ち、バツフア・セグメント及び装置１３）がマイ
クロプロセツサへ予約されているかどうかを決定
する。もし予約されていれば、３９９で状況スト
アがアクセスされ、装置の割当解放が表示され
る。これらのステツプは割当解放の機能を完了す
る。即ち、４００で、リターン・コードがゼロに
等しくされ、これは後にバツフア・セグメントの
割当解放が成功裏に完了したことをマイクロプロ
セツサ１１０へ知らせる。４０１ではリターンが
とられる。

次に第１８図を参照すると、そこには論理モジ
ユールCSCBM１９３が示される。この論理モジ
ユールは、CSRAH２３６及びCSCBW２３７が
実行され、それに伴つてデータがバツフア１５か
ら除去された後に、バツフア・セグメントの割当
解放を継続するために使用される。先ずマイクロ
プロセツサ１１０は、４１０で、CSCBMが係属
中の割当解放を処理しているのか、又は係属中の
割当解放を生じる負荷バランス機能を実行してい
るのかを決定する。この決定は、CST１３１の
フイールド２２４を感知することによつて達成さ
れる。もしフイールド２２４がゼロに等しけれ
ば、４１１でマイクロプロセツサ１１０は第１７
図で説明したBMDBS１９０を能動化する。
BMDBS１９０の実行に続いて、走査モジユール
１８７′へ戻る前に、４１２で本発明と無関係の
論理ステツプが実行される。他方、４１０で負荷
バランス機能が表示されると、第２５図に関して
前に説明した機能を実行するため、マイクロプロ
セツサ１１０は４１３で論理モジユールBMSDV
１８０を能動化する。４１４で、マイクロプロセ
ツサ１１０は、メツセージがBMSDV１８０によ
つてCU−１へ成功裏に送られたかどうかを検査
する。もし成功裏に送られたのであれば、マイク
ロプロセツサは走査モジユール１８７′へ戻る。
他方、メツセージが成功裏に送られなかつたので
あれば（例えば、バツフア・セグメントがまだ除
去されていない場合）、４１５でマイクロプロセ
ツサ１１０は割当解放がPDT１３８で係属中で
あるかどうかを検査する。もし係属中でなけれ
ば、エラー状態が生じたのであり、このエラー状
態は本発明と無関係の論理ステツプ４１７で処理
される。もしこのバツフア・セグメントに対する
割当解放がPDT１３８中で係属中であれば、
BST１３７のフイールド２６５が能動状態へセ
ツトされ、省略符号２６８で示されるパラメー
タ・フイールドが割当解放手順の状況を示すコー
ドへセツトされる。次に４１８で無関係の論理ス
テツプが実行され、走査モジユール１８７′へ戻
る。

第１９図は、論理モジユールBMNLD２８２の
実行によつて、CU−１へ割当てられた論理装置
の数をCU−１が検査する論理を示す。第１９図
に示される論理は、CUT１３０がフイールド７
１及び２１５を有していないものと仮定してい
る。もしCUT１３０がフイールド７１及び２１
５を有していれば、ステツプ４２０を実行する代
りに、フイールド７１にある動作中の装置の数
と、フイールド２１５にある装置の数とを比較し
てよい。ステツプ４２０は、フイールド２６３が
現在１へセツトされているBST１３７の数を合
計する。４２１で、マイクロプロセツサ１１０は
合計が８に等しいかどうかを検査する（最大値
８）。もしそれが８に等しければ、追加の装置の
受取りはCU−１の作業割当能力を超過し、従つ
て論理モジユールBMSLD１８５が４２２で能動
化される。８に等しくなければ、追加の装置の受
取りは何の問題も生じない。従つて、ゼロのリタ
ーン・コードが４２３で送られ、転移された装置
の受取可能性を示す。注意すべきは、複数の制御
ユニツトを有する記憶サブシステム１０におい
て、制御ユニツト１１へ割当可能な装置の数は、
バツフア１５のサイズに基づかせることができる
ことである。その数は、制御ユニツトを介して成
功裏にアドレスされることができる装置の最大数
よりも少ない。例えば、制御ユニツトCU−１の
バツフア１５が制御ユニツトCU−０のバツフア
１５より小であれば、制御ユニツトCU−１へ割
当可能な装置の最大数は制御ユニツトCU−０へ
割当可能な装置の最大数よりも小さい。もし制御
ユニツトCU−０が６個のバツフア・セグメント
を有し、このセグメントの数がCU−０をして８
個の装置を処理させるように決定されたのであれ
ば、CU−１が４個のバツフア・セグメントを有
する場合、それは６個の装置を処理することがで
きるに過ぎない。ここで注意すべきは、装置１３
の数はバツフア・セグメントの数よりも大きくて
よいことである。なぜならば、装置の多くの機能
はバツフア活動を必要としないかも知れないから
である。バツフア・セグメントは複数の装置の間
でダイナミツクに割当てられ、その場合でも、完
全バツフア式記憶サブシステム１０の効率性が得
られる。

次に第２０図を参照して、論理モジユール
BMSLD１８５を説明する。４２４でマイクロプ
ロセツサ１１０はBST１３７を検査する。それ
は、ゼロであるか又は最低位のLRUポインタで
あり、かつ約束ねれていないが割当てられている
LRUポインタを有する装置を識別して、対応す
る論理装置を転移できるようにするためである。
４２５で、BMSDV１８０について説明したよう
にメツセージを送ることによつて、装置が転移さ
れる。４２６では、４２５で指示された実際のメ
ツセージがCU−０へ送られる。４２７では、CU
−１のBMDBS１９０が能動化され、CU−１のバ
ツフア１５から装置の割当てが解かれる。この割
当解放は、前に説明したCU−０の割当解放と同
じである。

論理モジユールBMABS２７５は第２１図に示
される。第６図に示されるように、論理モジユー
ルBMABS２７５へは線２７４を介して入る。２
８０で、マイクロプロセツサ１１０はPAT１３
４が空であるかどうかを決定する。もしPATの
最初のエントリイに対するテーブル・ポインタ
と、最後のエントリイに対するテーブル・ポイン
タとが等しければ、PAT１３４は空である。
PAT１３４が空であれば、２８８でマイクロプ
ロセツサ１１０は走査モジユール１８７′へ戻
る。他方、PAT１３４が空でなければ、２８１
でマイクロプロセツサ１１０はLDT１３３のフ
イールド２５３がゼロであるかどうかを検査す
る。もしそれがゼロでなければ、論理装置アドレ
スはPAT１３４及びPDT１３８の双方にエント
リイを有する。次にマイクロプロセツサ１１０は
２８８を介して走査モジユール１８７′へ戻る。
もしアドレスされた装置に対応するLDTのフイ
ールド２５３がゼロであれば、バツフア・セグメ
ントの割当ては適当である。２８２で、マイクロ
プロセツサ１１０は無関係の論理ステツプを実行
する。例えば、そのような論理ステツプは、論理
装置を形成するため装置１３へ割当てられるべき
セグメントのサイズに関連している。説明上の仮
定として、単一のセグメントが割当てられるもの
とする。それは、例えば２８３でマイクロプロセ
ツサ１１０によつて実行される。マイクロプロセ
ツサ１１０は、後に第２２図に関して説明するよ
うに、論理モジユールBMASE２７６を能動化す
る。単一セグメントを割当てる試みが完了する
と、２８４でマイクロプロセツサ１１０は論理モ
ジユールBMASE２７６から送られたリターン・
コードを検査する。リターン・コードが０の時、
バツフア・セグメントはアドレスされた装置１３
へ成功裏に割当てられている。次に２８５で、
PAT１３４の出力ポインタが１だけ増加され
る。ステツプ２８４に続く２８６で、マイクロプ
ロセツサ１１０は割当てられたばかりのバツフ
ア・セグメントに対応するBST１３７のエント
リイを変更する。それは、指示されたセグメント
が割当てられかつ約束されていることを示すた
め、フイールド２６３及び２６４を１ヘセツトす
ることにより行われる。更に、マイクロプロセツ
サ１１０はフイールド２６０をアドレスされた装
置１３の装置アドレスへセツトする。２８７で、
マイクロプロセツサ１１０は状況ストア１００へ
アクセスする。それは、バツフア・セグメントが
BST１３７のフイールド２６０に表示された装
置へ割当てられたことを表示するためである。最
後に、マイクロプロセツサ１１０は２８８で能動
化した論理モジユールへ戻る。

第２２図を参照して、論理モジユールBMABS
２７５から能動化される論理モジユールBMASE
２７６を説明する。ステツプ２９０から２９５ま
で、及びリターン通路２９６を含む循環ループ
は、装置１３へ割当可能なバツフア・セグメント
を発見するため、BST１３７を走査する。２９
０で、最旧時使用バツフア・セグメントに関連し
たBST１３７のエントリイがアドレスされる。
最旧時使用セグメントはLRUポインタ１６２
（第４図）によつて指定される。次の最旧時使用
セグメントは、各論理装置のフイールド２６１
（MRUポインタ）によつて指定される。BSTの走
査は、MRUポインタのエントリイによつて表示
されたシーケンスに従う。BSTの走査が後述す
るようにして早期に終了しない限り、BSTの走
査はMRUポインタが０の時（LRUリストの終り
を示す）終了する。このリンク手法を用いて、
BST１３７にある全てのフイールドは、後述す
るループの中で走査される。LRUセグメント又
は現在検査されつつあるBSTエントリイによつ
て表わされる他のバツフア・セグメントについ
て、マイクロプロセツサ１１０は、２９１で、セ
グメントが自由なセグメントであることをフイー
ルド２６５が表示するかどうかを決定する。もし
それが自由なセグメントであれば、割当てが起つ
て走査ループを破る。次にマイクロプロセツサ１
１０は、後述するようなステツプ２９８〜３００
を介して、論理モジユールBMABS２７５へ戻
る。もしBST１３７中で検査されているセグメ
ント・エントリイによつて、セグメントが自由で
ないことが示されると、２９２で論理モジユール
BMDBS１９０が能動化されて、そのセグメント
の割当てを解放しようとする。それは、転移され
た装置１３へそのセグメントを再割当てするため
である。論理モジユールBMDBS１９０が完了す
ると、２９３で、マイクロプロセツサ１１０は、
検査されつつあるセグメントがマイクロプロセツ
サへ予約されているかどうかを決定する。もし予
約されていなければ、セグメントを再割当てする
ことができる。これは走査ループを破る。２９３
で、もしセグメントがマイクロプロセツサへ予約
されていれば、セグメントの解放を行う前に、バ
ツフア・セグメントによつて表わされる論理装置
に関して、或る種の動作が起らねばならない。従
つて、マイクロプロセツサ１１０は２９４へ進
み、論理モジユールBMDBS１９０から来たリタ
ーン・コードを検査する。もしリターン・コード
がゼロであれば、これはBST１３７のエントリ
イによつて表わされたセグメントが事実として割
当てを解かれたことを意味する。これはループ２
９０〜２９６を破り、後に説明するBMASE２７
６の出口へと導く。リターン・コードがゼロ以外
であれば、割当ての解放は生じていない。この場
合、２９５でマイクロプロセツサ１１０はDBSの
リターン・コードが１であるかどうかを検査す
る。もし１であれば、除去動作が生じており、セ
グメントは近い将来再割当てが可能である。割当
てはPAT１３４中で係属中にされる。それは、
全ての要求された割当要件を満足させるためであ
る。他方、マイクロプロセツサ１１０は２９５か
ら線２９６をたどり、ステツプ２９０で始まるル
ープを繰返す。検査されたばかりのエントリイの
フイールド２６１によつて表示されるところに従
つて、次のBST１３７のエントリイが検査され
る。

ループが完了すると、２９８でマイクロプロセ
ツサ１１０はリターン・コードをゼロへセツトす
る。これは、バツフア・セグメントが割当てのた
めに成功裏に指定されたことを示す。LDT１３
３のフイールド２５３はBST１３７のエントリ
イを指定する。２９９で、リターン・コードの０
と共にバツフア・セグメントの識別表示が戻され
る。従つて、マイクロプロセツサ１１０は、後に
どのバツフア・セグメントが割当てられるべきか
を容易に指定することができる。３００で、マイ
クロプロセツサ１１０は論理モジユールBMABS
２７５へ戻る。

走査モジユール１８７′の一部が第２３図に示
される。この図は割込走査の大要を示す。走査ル
ーチンの全ては同じように構成されることができ
る。図示された部分は所謂CHL６５と呼ばれ、
他の制御ユニツト１１からのメツセージの受取
り、チヤネル・アダプタの動作（例えば指令の受
取り）、故障カウントの送出（論理モジユール
BMSFC２１１及びBMLBL２２０の能動化）に
関連する。第２３図は２つの走査ループを含む。
ステツプ３０５は外部レジスタ１１８の１つ（例
えばXR−０）（図示せず）の走査を表わす。この
外部レジスタはCHL６５のために割込み情報を
受取る。ステツプ３０５でXR−０の内容は、割
込み又は注意リクエストを表わす２進の１を発見
するため、既知のビツト・シフト手法を用いて走
査される。２進の１が検出されると、他の制御ユ
ニツトからメツセージを受取るため、３０６で論
理モジユールCHRMG（図示されず）が能動化さ
れる。メツセージの受取りは、２つ又はそれ以上
のデータ処理ユニツトの間で制御データを交換す
るための既知のデータ処理技法に従う。割込レベ
ルに対する割込走査は、通常の走査回路（図示せ
ず）によつて行われる。１つのレベル内で他の情
報に対するマイクロコード論理走査は、そのよう
な割込走査回路によつて選択される。

ステツプ３０７は外部レジスタ１１８の他の１
つ（例えばXR−１）（図示せず）の走査を示す。
この外部レジスタに１が検出されると、チヤネ
ル・アダプタ８０がマイクロプロセツサ１１０に
よつてアクセスされる。それは、指令を受取つた
り、チヤネル・アダプタへデータを転送するため
である。２つの外部レジスタ１１８の各々を走査
するステツプ３０５及び３０７が完了すると、３
０９で出口がとられる。それによつて、低い優先
順位の作業を実行するための低いレベルの走査モ
ジユールが呼出される。割込処理技術の分野で周
知であるように、マイクロプロセツサ１１０によ
つてステツプ３０５及び３０７の走査又は高い優
先順位の走査を実行するため、ハードウエア回路
（図示せず）を使用して、外部レジスタに存在す
る２進の１を検出することができる。

第２４図は論理モジユールCSCLT１９９を示
す。CSCLT１９９は、装置１３がバツフア・セ
グメントの割当てを解かれようとしている時、
CCRK及びCUKカウントを調整することに関連
している。３１５で、マイクロプロセツサ１１０
は割当解放のためにCST１３１の上で動作す
る。それは装置アドレス・フイールド２２７によ
つて示されるエントリイのいくつかの制御フイー
ルドをリセツトするためである。例えば、指令係
属中フイールド２４４、CCRフイールド２４
５、送出装置フイールド２８８がリセツトされ
る。チヤネル終了フイールド２４６は記憶サブシ
ステム１０の状況に依存して条件的にリセツトさ
れる。この活動において、もしユニツト・チエツ
ク又はエラー状態がホスト１２へ報告されていれ
ば、省略符号２４７によつて表わされる或るフイ
ールドがセツトされ、エラー状態が報告されたこ
と、及びそのエラー状態に関連した感知データが
ホスト１２のために保存されねばならないことを
制御ユニツト１１へ戻す。この点に関して、マイ
クロプロセツサ１１０は、３１６でアクチブなユ
ニツト・チエツク状態を検査し、３１７で割当て
を解放されようとしている論理装置に関連したユ
ニツト・チエツク・フイールド（BST１３７の
省略符号２４７によつて表わされるフイールドの
１つ）のエントリイを検査する。３１８で、マイ
クロプロセツサ１１０は本発明の理解に関係のな
いCST１３１に関連した制御を実行する。３１
９で、マイクロプロセツサ１１０は、割当てを解
かれるべきバツフア・セグメントが、指令フイー
ルド２４１に示されたバツフア読取指令に従つ
て、ホスト１２によつて読取られつつあるかどう
かを決定する。バツフア読取指令の実行は、装置
１３上に書かれるべきデータを、バツフア１５か
らホスト１２へ（装置１３へではなく）転送す
る。バツフア読取指令の場合、バツフアから装置
１３へのデータの書込みは、LDT１３３の省略
符号２５６によつて表わされるフイールド（図示
せず）をセツトすることによつて禁止される。３
２１で、本発明と無関係の他の論理ステツプがマ
イクロプロセツサ１１０によつて実行される。

３２２で、マイクロプロセツサ１１０は、指令
フイールド２４１中の指令が「巻戻し及びアンロ
ード」であるかどうかを決定する。それは、例え
ば論理モジユールCSCLT１９９が論理モジユー
ルCERUL１９７によつて能動化された時に起
る。その場合、３２３で、マイクロプロセツサ１
１０はそれぞれCUT１３０及びLDT１３３にあ
るCUKカウント及びCCRKカウントを調整す
る。この調整は、巻戻しの対象になつている装置
に対応するLDT１３３のCCRKカウントを、
CUTのCUKフイールド４５から減算することに
よつて達成される。同時に、「巻戻し及びアンロ
ード」を実行しているアドレスされた装置のため
に、LDT１３３のCCRKカウントがゼロへリセ
ツトされる。この動作は、CCRカウントのビジ
イ状態の表示を、ホスト１２から受取られた「巻
戻し及びアンロード」指令の実行結果によつて新
しく得られた記憶サブシステム１０の状態へ調整
する。３２４で、マイクロプロセツサ１１０は、
「巻戻し及びアンロード」を実行している装置１
３について、依然として論理装置が存在している
かどうかを決定する。即ち、「巻戻し及びアンロ
ード」指令を実行している装置１３へバツフア・
セグメントが依然として割当てられているかどう
かが決定される。もし論理装置が依然としてアク
チブであれば、３２５で、マイクロプロセツサ１
１０は、アドレスされた装置１３のためのBST
１３７へアクセスして、約束フイールド２６４を
リセツトする。３２６で、マイクロプロセツサ１
１０は、前にこの装置１３へ割当てられたバツフ
ア・セグメントの割当てを解くため、BMDBS１
９０を能動化する。約束フイールド２６４がゼロ
である時、バツフア・セグメントは割当てを解か
れることができる。３２７で、論理モジユール
BMBS１９０の実行が終ると、マイクロプロセツ
サ１１０は、本発明の理解に関係のない論理ステ
ツプを実行する。３２８で、能動化した論理モジ
ユール（第６図では、CERUL１９７）への戻り
がなされる。これは、第２４図に示されるように
ステツプ３２７，３２４，３２２のいずれかから
なされる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を使用する周辺サブシステムの
略図であり、第２図は本発明を組込むことのでき
る周辺サブシステムの論理図であり、第３図は第
２図に示された周辺サブシステムの制御部分（プ
ログラム・コントロール）を示す論理図であり、
第４図は第３図に示されたコントロール・ストア
１１１の制御メモリ部分を示すマツプであり、第
５図は第１図及び第２図に示される周辺サブシス
テムの制御ユニツトの間で作業負荷をバランスさ
せるための流れ図を示し、第６図は負荷バランス
動作のために制御ユニツト内の制御の流れを示す
論理図であり、第７図は本発明の実施例で使用さ
れる制御ユニツト・テーブル（CUT）の略図で
あり、第８図は第１図及び第２図に示した周辺サ
ブシステムにおける論理装置のために或る種の特
性情報及びアドレス情報を記憶する論理装置テー
ブル（LDT）の略図であり、第９図は第１図及
び第２図に示した周辺サブシステムの動作（特
に、複数の制御ユニツト間の負荷均衡化に関連し
た動作）で使用される指令状況テーブル
（CST）の略図であり、第１０図は制御ユニツト
が第１図及び第２図に示されるようなバツフアを
含む時本発明を実施するため第３図の制御部分に
よつて使用可能なバツフア状況テーブルの略図で
あり、第１１図は第３図の制御部分によつて受取
られた入出力指令を解読するための論理図であ
り、第１２図は「論理装置障害」と呼ばれる望ま
しくない遅延の増加を示す論理図であり、第１３
図は負荷バランス動作を実行するため「論理装置
障害」カウントを他の制御ユニツトへ送る制御ユ
ニツト動作を示す論理図であり、第１４図は負荷
バランス動作において１つの制御ユニツトから他
の制御ユニツトへ装置を転移する論理を示す図で
あり、第１５図は第１図及び第２図に示された周
辺サブシステムの制御ユニツトの間で装置を転移
させる場合に使用されるシーケンス制御テーブル
（SCT）を構成する２つのレジスタを示す図であ
り、第１６図は受取側の制御ユニツトへ周辺装置
を再割当てする論理の図であり、第１７図は装置
へ割当てられたバツフア・セグメントを有する制
御ユニツトから装置を転移することに関連したバ
ツフア・セグメントの割当解放を示す論理図であ
り、第１８図は負荷バランスを実効化する前にデ
ータ処理機能の実行を必要とする負荷バランス動
作における制御ユニツト活動を示す論理図であ
り、第１９図は制御ユニツトに関して現在アクチ
ブな論理装置の数を計数する論理を示す図であ
り、第２０図は１つの制御ユニツトから他の制御
ユニツトへ最もアクチブでない装置を転移する論
理を示す図であり、第２１図は負荷均衡化によつ
て装置が転移された時又は論理装置が初期設定さ
れた時バツフア・セグメントを装置へ割当てる論
理を示す図であり、第２２図は周辺サブシステム
内で論理装置を形成するため単一のバツフア・セ
グメントを装置へ割当てる論理を示す図であり、
第２３図は第１図及び第２図に示される周辺サブ
システムの制御ユニツトの動作と関連して使用さ
れる論理モジユールを能動化する走査技法を示す
論理図であり、第２４図は周辺サブシステムの負
荷バランス動作で装置を除去したり非能動化した
りする場合に負荷バランスの遅延を調整する論理
を示す図であり、第２５図はシーケンス制御テー
ブルの使用法を示す論理図である。 １１……制御ユニツト、１２……ホスト、１３
……データ記憶装置、１４……入出力チヤネル、
１５……データ・バツフア、１６……チヤネル・
アダプタ回路、３３……プログラム・コントロー
ル、４１，４２……CCRKレジスタ、４５……
CUKレジスタ、４６……閾値検出器、５５……
差動回路、５６……除算回路、５８……走査回
路、６０……転送回路、６４……減算回路、７１
……割当カウンタ、７２……閾値検出器、７４…
…LRU回路、８０……チヤネル・アダプタ、８
３……データ転送メカニズム（データ・フロー回
路）。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ 分散処理ネツトワーク中の他のデータ処理ユ
   ニツトとの間で自動的に作業負荷を均衡化させる
   能力を有するデータ処理ユニツトであつて、該デ
   ータ処理ユニツト中で実行される種々のデータ処
   理動作の各々へ割当て可能なメモリ・セグメント
   より成るメモリと、上記データ処理動作の各々に
   ついてデータ処理上の遅延を表示する手段と、上
   記データ処理動作の各々へ割当てられたメモリ・
   セグメントごとに設けられそれらメモリ・セグメ
   ントを使用するデータ処理動作の遅延の数を計数
   するため上記遅延表示手段へ接続された第１の遅
   延計数手段と、上記メモリ・セグメントの全体に
   ついて全てのデータ処理動作の遅延の数を計数す
   る第２の遅延計数手段と、上記第２の遅延計数手
   段によつて計数された計数値が所定の閾値を超え
   たかどうかを決定する閾値検出器と、上記閾値検
   出器に応答して上記データ処理動作の全ての遅延
   の数の平均値に最も近い遅延数を有する上記第１
   遅延計数手段を決定しそれによつて遅延を計数さ
   れたデータ処理動作を上記他のデータ処理ユニツ
   トへ転移させることによつて２つのデータ処理ユ
   ニツトの間で作業負荷の均衡化を開始させる手段
   とを具備するデータ処理ユニツト。