JPS62107343A - コンピユ−タ・システムにおけるデ−タの完全性を確保するための方法 - Google Patents

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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は主論理装置および少なくとも１つの代替論理装
置を有するコンピュータ・システムにおいて、データの
保全性を確保するための方法に関するものである。

Ｂ、従来技術及び発明が解決しようとする問題点電子デ
ータ処理の分野において、バー１へウェアおよびソフト
ウェアの両方でエラーが発生しがちであることが、何年
もの間明らかとなっていた。

このようなエラーを時宜に適った態様で、検出し。

修正し、あるいは除去しないと、大きな被害が生じる。

エラーを防止するため多くのシステムの発明されている
が、いずれも絶対確実なものではない。

一般に、エラーを検出したのち、２つの基本的な方法の
一方を実施できる。エラーが存在している部分のデータ
を修正するか、どこか他のところから、正しいバージョ
ンのデータをコピーするかのいずれかである。エラー発
生の可能性が高いことに鑑みてデータをコピーするシス
テムが、かなりの期間、コンピュータの分野で知られて
いた。

たとえば、米国特許第３８６６１８２号は、メモリ・バ
ンクのひとつでエラーが検出された場合に、メモリ・バ
ンクの間で情報を転送するシステムを開示している。こ
の場合、メモリ・バンクのひとつか作動装置として作動
し、他のものが予備装置として作動する。エラーの発生
後、予備装置に保存されていたデータを作動しているメ
モリに再ロートできる。独立したメモリ間転送回路が必
要である。予備メモリがアクセスされている間、第１の
活動メモリを使用できないと思われる。

エラーの生成を予？！１’ｌすることは困難であり、ま
たそれを予防することは不可能である。最善のことは、
コンピュータ・システムの一般的な操作に影響をおよぼ
さないように、誤りのある情報を取り扱うことである。

このため、エラーを別個に取り扱うシステムが、開発さ
れた。ハードウェア・エラー処理の分野において、正し
いデータのみを扱い、ハードウェアに包含されているエ
ラーを扱わないシステムが考案された。

たとえば、米国特許第４３９４７２８号は、複数個の共
通資源にアクセスするためのハードウェア・システムを
開示している。これは２基またはそれ以上の装置が、共
通の資源（たとえば、その特許のメモリ装置）にアクセ
スすることを可能とするアクセス制御システムを表して
いる。この例がエラー処理の検討に関連しているのは、
これがデータ転送障害ないしシステム故障の発生時に作
動可能な予備装置として使用される二次メモリの概念を
組み込んでいるからである。各二次記憶装置は主要装置
に対して作動可能に接続されており、主要装置が故障し
た場合に、活動するようになされでいる。丘記の例はハ
ードウェア・システムのメモリを扱ったものである。

米国特許第３８８２４５５号は、中央演算処理装置、命
令記憶装置、プロセス記憶装置および周辺制御装置に常
駐しているデータを複写するための機能を有する、ディ
ジタル通信システムを教示している。この機能は故障回
復プログラムの指示のもとで作動するハードウェア・シ
ステムであって、記憶域の一部に存在する故障を、他の
記憶域にあるオリジナルのコピーを作成することによっ
て処理するものである。記憶域は複数個の周辺制御装置
内にデータを含んでおり、複写処理は装置ごとに処理さ
れる。各周辺制御装置は活動状態または待機状態のいず
れかに指定される。複雑で、場合により周辺装置といわ
れる装置の完全なセットを活動状態にできる場合、故障
回復はこれを行うことができる。しかし、完全なセット
よりも少ない装置１“ｔをシステムに導入することはで
きない。

上記のハードウェア・システムは交換ネットワークに使
用されるが、その作動には多址の専門ハードウェアが必
要である。

これまで、ハードウェアやソフトウェアの故障の結果と
して生じるエラーのため、コンピュータ・システムにお
いてデータの保全性を保証することは困難であった。特
に、データを書き込んでいる（記憶している）場合、あ
るいは書き込んであったデータを後で読み取る（検索す
る）場合のいずれかにおいて発生するハードウェアまた
はソフトウェアの故障に関連した問題は、ハードウェア
・エラー処理システムによって簡単に解決されるもので
はなかった。読取りまたは書き込み、あるいはこの両方
の操作の際にデータを保護するという一般的な問題は、
適切に扱われていなかった。

バー１〜ウエア・システムにおいて、エラーの処理は費
用がかかり、比較的融通がきかないものになる傾向があ
った。たとえば、ハードウェア・システムがしばしば必
要とするのは、周辺装置全体に常駐しているデータをコ
ピーによって保存することである。さらに、オリジナル
のデータないし原始データとコピーされたデータないし
目的デー夕の間の直接的な対応が、ハードウェア・エラ
ー処理システムで利用できなければならない。

物理的装置に基づくのではなく、論理装置に基づいてデ
ータをコピー（ミラー）するための機能を設けることが
有利である。

さらに、ミラー操作を一般のユーザが任意に制御可能で
あると、有利である。すなわち、特権を与えられるユー
ザに対する要件、またはエラー処理システムを使用する
何らかの外部の自動ハードウェアないしソフトウェア処
理に対する要件があってはならず、また一般のユーザが
権限を与えられたユーザの援助を必要とするものであっ
てもならない。

また、専用の複写装置ならびにこれに関連した特別なハ
ードウェアを必要としない、エラー処理システムを提供
することも有利である。

さらに、ある論理装置から他の論理装置へ、命令ごとに
リアル・タイムでデータを同時に複写できると有利であ
る。

さらに、データ故障が検出されない限り、論理装置から
の読取り操作のみを行い、この場合に、他の論理装置か
らの他の読取り操作を行うことも有利である。すなわち
、第２の読取り操作か必要となるのは、第１の読取り操
作が成功しなかった場合だけでなければならない。また
、同期的または非同期的のいずれかにおいて、作動させ
ることのできるエラー処理システムを提供することも有
利である。

さらにまた、ひとつまたはそれ以上の論理装置が故障し
た場合においても、連続的な操作を行うことが、有利で
ある。

Ｃ０問題点を解決するための手段 本発明によれば、主論理装置とひとつまたはそれ以上の
代替論理装置を有するコンピュータ・システムにおいて
、データの保全性を確保するための方法が与えられる。

これらの論理装置にはほぼ同一のデータが記憶されてお
り、要求に応答する能力を有している。システムは代替
論理装置に対する装置アクセスを複写する。論理装置は
コンピュータ・システムに対し、複写ないしミラー操作
の対象となる装置として識別される。読取り操作ないし
書込み操作は、主論理装置で行われる。書込み操作の場
合、これは代替論理装置に対しても、同時に行われる。

システムは主論理装置からの応答を待つ。主論理装置が
故障していることを応答が示した場合、操作を完了する
のには、代替論理装置に依存する り、実施例 第１図には、本発明を操作することを意図した好ましい
環境のブロック線図が示されている。

人間のユーザー１０は１本願出願人が製造している３０
８１型処理装置などの中央演算処理装置（ＣＰＵ）１２
にアクセスしている。しかしながら、理解しておかなけ
ればならないのは、コンピュータ・システムがいわゆる
論理装置と共に作動するようになされていれば、本発明
がその他の任意のシステムで使用するのに適しているこ
とである。論理装置は物理装置（たとえば、磁気ディス
ク）に常駐しているマツプされた位置であって、同一の
物理装置にマツプされた他の類似した論理装置とは無関
係な別な物理装置であるかのようにして、アクセスでき
るものである。論理装置に関する詳細および物理装置へ
のマツピングの詳細は、ＩＢＭ社の刊行物「仮想計算機
／システム・プロダクト入門（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍａｃ
ｈｉｎｅ／Ｓｙｓｔｅｍ　ＰｒｏｄｕｃｔＩｎｔｒｏｄ
ｕｃｔｉｏｎ）　Ｊ、「仮想計算機／システム・プロダ
クトＣＭＳ、使用の手引（Ｖｉｒｔｕａｌ阿ａｃｈｉｎ
ｅ／Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏｄｕｃｔ　ＣＭＳ　Ｕｓｅｒ
’ｓ　Ｇｕｉｄｅ）Ｊおよび「仮想計算機／システム・
プロダクト、システム・プログラマの手引（Ｖｉｒｔｕ
ａｌ　Ｍａｃｈｉｎｅ／ＳｙｓｔｅｍＰｒｏｄｕｃｔ　
Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ’ｓ　Ｇｕｉｄｅ
）ＪならびにＩＢＭ　ｖＭ／システム・プロダクト（Ｉ
ＢＭ　ＶＭ／Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏｄｕｃｔ）　、プロ
グラム番号５６６４−１６７の説明に記載されている。

理解しておかなければならないのは、ユーザ１０が人間
のユーザである必要はないということである。事実、Ｃ
ＰＵ１２のメモリに常駐している、予めロードされてい
る命令によって１本発明を呼び出すことができる。この
ような命令は第１図において、総括的に参照番号１４お
よび１６で示されている。同様に、セキュリティの要件
が満たされ、かつＣＰＵ１２が複数のユーザをサポート
する能力を有している限り、２人またはそれ以上のユー
ザ（図示せず）がＣＰＵ１２内の情報に同時にアクセス
できる。

ＣＰＵ１２にはオペレーティング・システムという制御
プログラム１８がロードされている。好ましい実施例に
おいて、オペレーティング・システム１８は上述のＶＭ
／システム・プロダクト・プログラムである。

ＣＰＵ１２にはチャネル２０が接続されている。

理解しておかなければならないのは、ＣＰＵ１２の型式
番号にもよるが、このようなチャネルは図示のような別
個の装置ではなく、ＣＰＵ１２の一部であってもかまわ
ないことである。２本以上のチャネルをＣＰＵ１２に接
続することができる。

たとえば、代替チャネル２２をＣＰＵ１２に接続するこ
ともできる。

チャネル２０には、ＩＢＭが型式番号３８３０制御装置
として製造し、供給しているもののような出力制御装置
２４が接続されている。入出力制御装置２４は１台また
はそれ以上の同一の周辺装置をサポート可能である。

第１図に示すように、ユーザの構成要件にもよるが、他
の入出力制御装置２６を同じチャネル２０へ、あるいは
代替チャネル２２へ接続することもできる。また理解し
ておかなければならないのは、１台の入出力制御装置２
６を２台またはそれ以上のチャネル２０に接続し、多重
経路指定という手法を容易とできることである。１本の
チャネル２ｏに過負荷がかかつていたり、全能力で作動
している場合、多重経路指定構成は入出力制御装置２６
によって、代替チャネル２２を使用してデータをＣＰＵ
１２との間で転送することを可能とする。

入出力制御装置２４は物理装置＃１に接続されており、
好ましい実施例において、この装置は磁気ディスク駆動
装置、磁気テープ駆動装置、印刷装置などの直接アクセ
ス記憶装置（、ＤＡＳＤ）である。物理装置は実装置と
もいわれる。

ＤＡＳＤを論理装置と呼ばれる、上述のような論理部分
に分割することができる。１つまたはそれ以上の論理装
置が１台の実装置に存在できる。

たとえば、第１図において、論理装置３０・３２・３４
および３６は実装置＃１に同時に常駐している。これら
の論理装置３０−３６を、ユーザの裁量で消去、変更あ
るいは移動することができる。

本明細書で使用するラベル付は規則は、文字１つと数字
２つである。Ｌは主論理装置を示し、Ｍはミラー論理装
置を示す。最初の数字は論理装置の番号を示し、２番目
の数字は論理装置を含んでいる実装置を示す。論理装置
３０はＬｌｌという名前を付けられており、これはその
装置が論理装置（Ｌ）であり、システム内の第１の論理
装置であり（１）、かつ実装置＃１に常駐している（１
）ことを示している。

同様に、論理装置Ｍ２１はミラー装置（Ｍ）であり、シ
ステム内の２番目の論理装置（２）であり、かつ実装置
＃１に常駐している（１）。

入出力制御装置２４には実装置＃２も接続されており、
この実施例において、この実装置は図示のように論理装
置４０および４２を含んでいる。

他の入出力制御装置２６には実装置＃３が接続されてお
り、この実装置はさらに論理装置４６および４８を包含
している。

理解しておかなければならないのは、本発明を実施する
にあたって、システムの開示した構成を盲目的にコピー
する必要がないということである。

事実、この特定の構成は本発明を理解することとは無関
係である。たとえば、本発明の操作時に。

必要に応じ、任意の数の入出力制御装置、チャネルまた
は実装置、あるいはこれらのすべてを適切に使用するこ
とができる。さらに、ＣＰＴＪ１２自体が、本発明の操
作を可能とするネットワーク内の唯一のＣＰＵである必
要はない。

複写とかクローン操作とかさまざまな言葉で呼ばれるミ
ラー操作ぼ、実際には一書込みまたは読取り操作であつ
ぞ、ひとつまたは２つの論理装置との間で同時に情報の
転送を行う。この二重の書込みまたは読取り操作は、複
写操作ではない。同一のデータの２つのオリジナル・バ
ージョンが、同時に作成される。

論理装置のひとつ３４に入っているデータも、たとえば
、第２のミラー装置３６に書き込める・この場合、実装
置＃１は保留された２つの部分を有しており、これらの
部分内に論理装置３５および３６は同じ情報を含んでい
る。制御プログラム・ステートメン１へ、たとえば ＭＩＲＲ，ＯＲＬ３１　　Ｍ３１ は２つの論理装置３４．３６のそれぞれを指定する。主
装置Ｌ３１．３４に常駐しているデータは。

上述のステートメントを実行した結果として装置Ｍ３１
，３６にコピーされる。

しかしながら、理解しておかなければならないのは、２
台またはそれ以上の実装置＃１、＃２および＃３に常駐
している論理装置を、ミラー装置または主装置のいずれ
としても使用できることである。たとえば、実装置＃１
に配置されている主論理装置３０は、実装置＃２に常駐
している対応したミラー論理装置４０を有することがで
きる。

さらに、同し主論理装置３０の内部にはデータを記憶す
ることができ、このデータは実装置＃３に常駐している
対応したミラー論理装置４６にも記憶される。同様に、
他の実装置＃２および＃３のいずれかに常駐している主
論理装置は、実装置＃１、＃２または＃３のいずれかに
対応するミラー論理装置を有することができる。本発明
にしたがってこのようなミラー操作を達成する機構を、
以下で説明する。

第２図には、ＣＰＵ１２の内部構造と、その内部にロー
ドされたオペレーティング・システムないし制御プログ
ラム１８のブロック線図を示す。

ＣＰＵ１２の部分はユーザ空間５０に分割されているが
、これらの空間には１人またはそれ以上の人間のユーザ
１０、ｌｏａがアクセスできる。ユーザ空間５０の部分
はコンピュータのプログラム１４を含んでいることもで
き、このプログラムはユーザの制御またはコンピュータ
・プログラム１６によって作動するものであり、このプ
ログラム１６はユーザの介在なしに自動的に作動するも
のである・オペレーティング・システム１８はコンピュ
ータ・システム全体の作動のための多くのモジュールで
構成されている。特に、コマンド処理装置モジュール５
２はコンピュータ・プログラム１４および１６からのコ
マンドを受は取ることができる。コマンド処理装置モジ
ュール５２はユーザ°サービス・モジュール５４に接続
されている。

ユーザ・サービス・モジュール５４はコンピュータ・プ
ログラム１４および１６からデータを直接受は取ること
もできる。ユーザ・サービス・モジュール５４は仮想入
出力要求処理装置５５に接続されており、これは次いで
、仮想−実チャネル・コマンド・ワード（ＣＣＷ）マツ
ピング・モジュール５６に接続されている。

コマンド処理装置モジュール５２を使用して、コマンド
要求を検証する。セキュリティの権限と構文の両方が、
このような検証操作中にチェックされる。妥当な場合に
は、コマンド処理装置モジュール５２は要求されたコマ
ンドを開始するよう、ユーザ・サービス・モジュール５
４に要求する。

ユーザ・サービス・モジュール５４はコマンド処理装置
モジュールの命令を受けて、システムの他の部分へのサ
ービスの要求を開始する。

仮想−実ＣＣＷマツピング・モジュール５６はプログラ
ム１４および１６から得た仮想アドレスを実メモリの割
振りにマツプする。仮想記憶装置と実記憶装置の詳細に
ついては、ＩＢＭの［３７０操作の原理（３７０Ｐｒ１
ｎｃｉｐｌｅｓ　ｏｆ　０ｐｅｒａｔｉｏｎ）Ｊという
マニュアルを参照されたい。

ユーザ・サービス・モジュール５４には、入出力待ち行
列管理機能５８も接続されている。入出力待ち行列管理
機能５８は入出力要求をひとつまたはそれ以上の入出力
要求の待ち行列に置き、この情報を人出カスケジューラ
６０に送る。人出カスケジューラ６０は次いで、入出力
要求を開始するためチャネル２０と通信し、入出力操作
を実行するためチャネル２０にスケジュールする。人出
カスケジューラ６０は実際は、ひとつまたはそれ以上の
チャネル２０に接続されている。

割込ハンドラ６２はデータを、チャネル２ｏから受は取
る。割込ハンドラ６２はチャネル２ｏからのデータを使
用して、前に行われた操作の状況を決定する。割込ハン
ドラ６２には、ディスパッチャ６４が接続されている。

ディスパッチャ６４はスケジュールされた待ち行列を探
索して、どの機能を次に実行するかを決定する。ディス
パッチャ６４には、スケジューラ６６が関連付けられて
おり、このスケジューラはディスパッチャ６４からのデ
ータと割込ハンドラ６２から直接くるデータの両方を受
は取る。ディスパッチャ６４は制御を、ユーザ・サービ
ス・モジュール５４とユーザ空間５ｏの両方へ移す。ス
ケジューラ６６と入出力スケジューラ６０の違いは、ス
ケジューラ６６がコマンド処理装置や仮想入出力要求処
理などのユーザ・サービスとシステム・サービスを扱う
ことである。入出力スケジューラ６０は入出力操作のみ
を扱う。

制御プログラム１８のすべての構成要素は、参照番号６
８で総括的に示されている、制御ブロックといわれるデ
ータ領域によって互いに通信できる。したがって、理解
しておかなければならないのは、制御ブロック６８が各
構成要素５２−６６と接続され、作動可能であるが、第
２図では図を単純化するためこのような結線が示されて
いないということである。

第３図は第２図に関連させると最もよく理解できるもの
であり、この図には制御プログラムの構成要素の作動を
表すフロー・チャートが示されている。

サービス要求、ステップ７０がユーザ１０（第２図）に
より、またはプログラムの適用業務１６の制御の下で作
成される。要求は命令またはコマンド、ステップ７２の
形態を取っていてもかまわない。要求がコマンドの形態
を取っている場合、コマンド処理装置モジュール５２は
制御、ステップ７４を受は取り、コマンドをユーザ・サ
ービスのフォーマットに変換する。この変換されたコマ
ンドは次いで、コマンド処理装置モジュール５２からユ
ーザ・サービス・モジュール５４、ステップ７６へ転送
される。ユーザまたは適用業務、ステップ７０によって
生成されたサービス要求がコマンドではなく、命令であ
った場合には、ユーザ・サービス・モジュール５４はこ
の命令を直接量は取る、ステップ７６゜ユーザ・サービ
ス・モジュール５４は仮想入出力要求を処理し、制御を
仮想入出力要求処理装置５５、ステップ７８に移す。

仮想入出力要求処理装置５５はデータを仮想アドレスか
ら実アドレスにマツプするよう、仮想−実ＣＣＷマツピ
ング・モジュール５６に要求する、ステップ８０．要求
は次いで、入出力待ち行列管理機能５８に渡される、ス
テップ８２゜入出力スケジューラ６０は次いで、制御を
入出力待ち行列管理機能５８から受は取る、ステップ８
４゜入出力スケジューラ６０は次いで、待ち行列からエ
レメントを取り出し、これをチャネル２０に転送する、
ステップ８６゜ ＣＰＵ１２　（第１図）に接続されている装置は、命令
のＣＯＵによる実行に関して非同期的に作動する。した
がって、チャネル２ｏからのデータの転送が行われると
、ＣＰＵ１２に接続されている装置は独立して作動する
。制御はチャネル２０がら、スケジューラ６６およびデ
ィスパッチャ６４に移される。ステップ８８゜ ディスパッチャ６４は制御を、システムで利用できる任
意のユーザに渡す、ステップ９０゜ユーザに制御を受は
取る準備ができているだけでなく、ユーザ・サービス・
モジュール５４にあるものなどのサービスにも、制御を
受は取る準備ができており、しかも受は取ることができ
るようになっている。制御を受は取れる場合、ユーザは
新なサービス要求を開始できる、ステップ７０゜しかし
ながら、制御を受は取る準備のできているユーザまたは
サービスが何もない場合、システムは装置がその作動を
完了するのを待たなければならない、ステップ９２゜こ
れを示す信号が割込ハンドラ６２へ送られる、ステップ
９４．割込ハンドラ６２は再度制御を、スがジューラ６
６とディスパッチャ６４に渡す、ステップ８８゜結局、
ユーザには制御を受は取る準備ができ、ステップ９０．
ステップ７０からの処理が繰り返される・ 上述したように、チャネル２０は制御を、第３図で仮想
線で示す装置へ渡す、ステップ９６゜装置は非同期的に
作動し、作動が完了すると、非同期割込メツセージを発
生する、ステップ９８゜非同期割込メツセージはＣＰＵ
１２へ送られ、ＣＰＵはこの制御を、割込ハンドラ６２
へ移す、ステップ９４゜それ故、スケジューラ６６およ
びディスパッチャ６４のステップ８８から始まるループ
操作にミラーされたサポートが必要なことを決定する、
ステップ１００゜ここで、ユーザまたは適用業務は仮想
装置のミラー・イメージを生成するが、ステップ１０２
、この実施例はＩＢＭの刊行物［仮想計算機／システム
・プロダクト、ＣＭＳコマンドおよびマクロ解説書（Ｖ
ｉｒｔｕａｌ　Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏ
ｄｕｃｔ　ＣＭＳ　ＣｏＩＩｌｍａｎｄ　ａｎｄ　Ｍａ
ｃｒ。

１１ｅｆｅｒｅｎｃｅ）　Ｊで説明されているＶＭ／３
７０　　ＣＭＳコマンドＤＤＲである。

ユーザは次いでＭＩＲＲＯＲコマンドを発行し、このコ
マンドは実際にミラー操作を開始させる。

ステップ１０４゜このＤＤＲコマンドを使い、構成する
ことが必要なのは、論理装置のセットがミラー操作に関
与していることを、オペレーティング・システム１８に
示すためだけである。ＤＤＲコマンドをオペレーティン
グ・システム１８の一部にするか否かは、実施者の裁量
である。ユーザまたはその適用業務が装置に対して、入
出力要求を発行する。ステップ１０６゜ データの入力（読取り操作） 要求が読取り操作に対するものである場合、ステップ１
０８、ユーザ・サービス・モジュール５４は制御を受は
取り、入出カブロック要求を構築する。ステップ１１０
．入出カブロックは次いで、待ち行列管理機能５８によ
って待ち行列に入れられる。この操作がステップ１１２
を完了するのを、システムが待っている間、システムは
制御を受は取る準備のできている他の操作に進んでもか
まねない。待機操作中、ステップ１１２、システム・ス
ケジューラ６６はユーザの実行または他のシステム・サ
ービスのいずれかに対する要求を、待ち行列に入れるこ
ともできる。ディスパッチャ６４は次いで、実行する操
作があるかどうか、この待ち行列を探索する。そのよう
な操作が実行できる場合、ディスパッチャ６４は制御を
、ユーザ・サービス・モジュール５４、ユーザ空間５０
あるいはユーザ・プログラム１４または１６に移す。

装置が実行を完了すると、非同期割込が生成され、割込
ハンドラ６２によって受は取られる、ステップ１１４゜
割込ハンドラ６２は次いで、制御を仮想入出力要求処理
装置５５に移し、ステップ１１４、この処理装置は要求
が良好なものであるかどうかを決定する。良好なもので
あるとの状況は、入出力要求の完了が成功し、エラーが
何も生じなかったということを示す。要求が良好なもの
であれば、制御はスケジューラ６６およびディスパッチ
ャ６４に移され、ユーザの活動またはシステム・サービ
スの活動をスケジュールする処理、・ステップ１０６、
を繰り返す。

入出力要求が故障を示す状況を発生した場合には、ステ
ップ１１６、不具合を生じた要求がミラーされたグルー
プの最初の装置に対するものか、代替装置に対するもの
かを、仮想入出力要求処理装置５５が決定する、ステッ
プ１１８．要求がオリジナルの装置に対するものである
場合には、仮想入出力要求処理装置５５は代替装置に対
する要求を構築し、ステップ１２０、処理はステップ１
１２から繰り返される。しかしながら、故障がミラー装
置に対するものである場合には、制御はエラー・メツセ
ージ処理ルーチン、ステップ１２２、に渡され、このル
ーチンはミラー操作が失敗したことを示すメツセージを
生成し、これをユーザに対して表示する。ミラー操作が
終了し、ｒｊＡ作が失敗したことを示す戻りコードがユ
ーザまたはユーザの適用業務、あるいはこの両方に戻さ
れる。ステップ１０６゜ データの１カ（書′み１作 入出力装置に対する最初の要求が書込み操作に対するも
のであった場合（すなわち、データをシステムまたはＣ
ＰＵから外部記憶装置に移すものであった場合）、ステ
ップ１０８、仮想入出力要求処理装置５５は主論理装置
に対する入出力要求ブロックと、ミラー装置に対する複
写の入出力要求フロックを作成する、ステップ１２４゜
仮想入出力要求処理装置５５は次いで制御を、入出力待
ち行列管理機能５８に移し、この機能は両方の要求を、
人出カスケジューラ６０によるサービスおよびスケジュ
ーリングのために、待ち行列に入れる、ステップ１２６
゜システムはここで制御を、ディスパッチャ６４に移し
、ディスパッチャはシステム内に行わなければならない
活動があるかどうかを決定する。制御を受は取る準備の
できているユーザが誰もいない場合には、システムは装
置による活動が完了するのを待機する状態になる、ステ
ップ１２８゜この待機期間中に、他の実行できるタスク
を行うことができる。システムが待機しているか、ユー
ザが命令を実行しているか、あるいはユーザ・サービス
が実行されている際に、２番目の完了が行われる、ステ
ップ１２９゜装置の実行が完了すると、割込メツセージ
が割込ハンドラ６２に伝えられる、ステップ１３０゜割
込ハンドラ６２はディスパッチャ６４によって、仮想入
出力要求処理装置５５が制御を受は取ったことを決定す
る、ステップ１３２゜ 仮想入出力要求処理装置５５は次いで、入出力要求が成
功したかどうか決定する、ステップ１３４゜この時点で
（すなわち、利用できると思われるデータが受は取られ
たのち）、検証ルーチンを実施できる。検証ルーチンは
データをハードウェア媒体から読み取って、データが適
正に書き込まれたことを実装置＃１が示していたとして
も、データが実際にエラーのない形態で媒体に常駐して
いるかどうかを検証する。実施した場合、検証ルーチン
はデータが実行時に適正に転記されたことのみを確認す
るものであって、エラーが将来発生しないということを
確認するものではない。実行時にミラー操作を行うとい
う概念が価値があるのは、操作が将来側々の故障の影響
を受けないということである。

入出力要求が成功した場合、仮想入出力要求処理装置５
５はミラー装置に対してだけ完了したのかどうかを決定
する、ステップ１３６゜その場合には、制御はユーザに
戻され、ステップ１３７゜成功した完了とプログラムの
実行がステップ１０６から継続していることを示す。

これがミラー装置に対する唯一の装置完了でないと、仮
想入出力要求処理装置５５が決定した場合、ステップ１
３８．処理装置５５は両方の要求が失敗したのかどうか
を決定する、ステップ１４０゜失敗した要求は完了が失
敗した装置がらのデータが使用できないことを示す。両
方の要求が実際に失敗した場合には、これは装置にとっ
て致命的な失敗であると考えられ、ステップ１４２、制
御がステップ１２２に移り、ユーザまたはユーザの適用
業務に対するエラー・メツセージと状況戻りコードを生
成する。

しかしながら、両方の装置が故障したのではない（すな
わち、一方の装置の完了が成功し、一方の装置の完了が
成功しなかった）という場合、ステップ１４０、仮想入
出力要求処理装置５５は両装置に対して制御ブロック６
８をセットし、ステップ１４４．ユーザに制御を戻して
、成功したことを示す、ステップ１３７゜プログラムの
実行はステップ１０１３に続く。

２番目の装置の完了が成功し、ステップ１３４゜かつ最
初の完了が成功したか否かにかかわりなく。

それが唯一の完了でない場合には、制御ブロック６８が
両装置に対してリセットされる、ステップ１４４゜制御
はユーザに戻され、成功を示す、ステップ１３７゜プロ
グラムの実行はステップ１０６から継続できる。

理解しておかなければならないのは、上記の説明が３つ
の実装置に対するものであって、１台またはそれ以上の
物理装置の任意の組合せを適合して、本発明を実施でき
ることである。

Ｅ１発明の効果 ハードウェアやソフトウェアに故障を生じてもデータの
保全性が損なうことがないので、コンピュータ・システ
ムの信頼性が高まる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるミラー・システムに対する環境
を形成するブロック線図である。 第２図は、ＣＰＵの内部構造のブロック線図である。 第３図は、第２図で明確にされた構成部材の関口−・チ
ャートである。 １０・・・・人間のユーザ、１４．１６・・・・コンピ
ュータ・プログラム、１８・・・・制御プログラム、２
４．２６・・・・入出力制御装置、３０．３２．３４．
３６・・・・論理装置。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 復代理人　弁理士　　篠　　１）　文　　雄ＦＩＧ、　
１ ＦＩＧ、　２

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 装置アクセスを複写することによつて、コンピュータ・
   システムにおけるデータの完全性を確保するための方法
   であつて、該コンピュータ・システムが主論理装置と代
   替論理装置を有しており、該両論理装置がデータの記憶
   、伝送または受信を行うことができ、かつ内部にほぼ同
   一のデータを記憶しており、しかも該論理装置の両方が
   これらに対する要求に応答できるようになつているコン
   ピュータ・システムにおいて、 （ａ）前記論理装置の両方をコンピュータ・システムに
   対して、複写操作の行われる装置として識別するステッ
   プと、 （ｂ）前記主論理装置に対して読み取り操作を行うステ
   ップと、 （ｃ）前記主論理装置からの応答を待つステップと、（
   ｄ）前記主論理装置の応答が該装置の失敗を示したとき
   に、前記代替論理装置で読取り操作を行うステップと、 よりなることを特徴とする、コンピュータ・システムに
   おけるデータの完全性を確保するための方法。