JPS6219947A

JPS6219947A - 周辺記憶サブシステム初期化時間短縮装置

Info

Publication number: JPS6219947A
Application number: JP61088420A
Authority: JP
Inventors: バーノン・ジョン・レグボルド; スチーブン・オリバー・ウェロンス
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1985-06-28
Filing date: 1986-04-18
Publication date: 1987-01-28
Also published as: EP0207288A2; JPH0458051B2; EP0207288A3; US4779189A

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】以下のとおりこの発明の説明を行う。

Ａ、産業上の利用分野Ｂ、従来の技術Ｃ０発明が解決しようとする問題点り１問題点を解決するための手段Ｅ、実施例概要（第１図）各部の説明（第２図〜第１０図）実施例の動作（第１１Ａ図および第１１Ｅ図）用語表Ｆ１発明の効果Ａ、産業上の利用分野本発明は情報処理システム、より具体的に言えばキャッ
シュメモリ及びバックメモリを有する情報処理サブシス
テムと、キャッシュメモリ及びバックメモリ中のレコー
ドに対する読み取り及び書き込みアクセスを制御する制
御手段に関する。

毎秒、非常に大きい数のトランザクションを必要とする
情報処理システムのユーザのグループがある。このグル
ープのユーザは明らかに、データの高速アクセスと、信
頼性あるデータ記憶装置と、効率的な直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳ　Ｄ　）と、高いメツセージ処理速度と、
ＤＡＳＤアクチュエータのバランスの収れた動作と、適
正なハードウェア及びソフトウェアを必要とする。これ
らユーザのシステムは毎秒５００トランザクシヨンから
１３．５００１−ランザクジョン以上の範囲のＤＡＳＤ
ストレージの平均Ｉ１０速度を持っている。これらのユ
ーザはエアライン、財務、ホテル及びデータサービスの
業界に主として見出される。これらのユーザはサービス
時間及びＤＡＳＤストレージの使用について強い関心を
持っている。

本発明はこれらのユーザの現在及び将来の要求を満足さ
せる。本発明のシステムはキャッシュ技術を使うことに
よって、データのアクセスを高速で且つ信頼性あるもの
にし、且つＤＡＳＤストレージの一層の効率的な使用を
与える。

Ｂ、従来の技術従来知られている代表的な情報処理システムを以下に述
べる。

米国特許第３５６９９３８号に開示された周辺データス
トレージの階層は明確な記憶装置を与えるために永い間
使用されて来た。この米国特許は、要求ページング又は
要求システムにおいて、キャッシュ型の高速フロント記
憶装置（バッファ）中にデータをキャッシュ記憶するこ
とが、周辺のストレージシステムを大容量の記憶容量を
持っているかのようにさせると同時に、なおかつデータ
の高速度アクセスを与えることを教示している。ここで
高速度アクセスとはバック記憶装置により与えられるア
クセス速度よりもフロント記憶装置のアクセス速度の方
がより高速であることを意味する。この米国特許はまた
、バック記憶装置が磁気テープ装置又は磁気ディスク装
置のような持久性記憶装置であり、そして、フロント記
憶装置が磁気コア記憶装置のような非持久性記憶装置で
あることを教示している。データ記憶装置の進歩につれ
て、フロント記憶装置の多くは半導体型のデータストレ
ージ素子を含んでいる。米国特許第３８３９７０４号は
データストレージ階層の他の形式を示している。

データストレージ階層の重要な指標はデータの完全性を
保全することである。即ち、中央処理ユニッ）（ＣＰＵ
）や他のデータ処理装置の如きユーザの装置から受け取
ったデータは、供給装置へ正しく送り戻されるか、若し
くはエラーがあるかも知れないという表示と共に供給装
置へ送り戻されねばならない。また、高速でアクセスす
るためのデータを記憶することが出来るように、上位レ
ベルのデータの移動を制限すると同時に、保存ストレー
ジのデータを高位レベルから低位レベルへ自動的に移動
することばデータストレージ階層における代表的なプラ
クテイスである。米国特許第４０２０４６６号は高位レ
ベルの記憶装置からバック記憶装置へ変更されるデータ
をコピーすることを示しておシ、米国特許第４０７７０
５９号は予め決められた条件の下で、強制的にコピーし
戻すことを開示している。そのようなコピーし戻し動作
はデータストレージ階層の時間を浪費する。

このことを換言すれば非常に多量のデータがコピーし戻
されるので、この装置によりデータのアクセス機能が低
下するということになる。この問題ハ、高位レベルのス
トレージユニットから低位レベルノストレージユニット
ヘコビーシ戻すレるべきデータのみが変更されることに
より部分的に解決される。即ち、バック記憶装置中のデ
ータとフロント記憶装置中のデータとの間に不一致があ
る場合にのみ、データが変更されることを開示した米国
特許第３５８８８３９号により部分的には解決される。

データストレージ階層は種々の形式を取っている。例え
ば、米国特許第３５６９９３８号に従った装置、即ち複
数のユーザに使用される単一の高速記憶装置がある。米
国特許第３７３５３６０号では、夫々のプロセッサの性
能が異なっているため、各プロセッサはそれ自身の高速
記憶装置、即ちキャッシュを持つことが出来る。データ
ストレージ階層の性能はまた、フロントキャッシュメモ
リ、即ち高速（迅速なアクセス）ストレージ部分中に予
定されたデータを記憶するために団われるアルゴリズム
及び他の制御によって影響される。

その結果、米国特許第３８９８６２４号には、バック記
憶装置からフロント記憶装置、即ちキャッシュメモリへ
データを取り出す時間を、ＣＰＵにより実行されるプロ
グラムに従ってコンピュータのオペレータによシ選択的
に変更することが出来ることが開示されている。従って
、キャッシュ、即ち階層の上位レベルの記憶装置中に常
駐するデータはＣＰＵで必要とされるデータであること
が望ましく、他方、ＣＰＵで必要としないデータはキャ
ッシュメモリ中に常駐しないことが望ましい。

これらの動作を具体的にする手段は可成り複雑なものに
なる。

従って、データストレージ階層の管理を最良にするだめ
の評価プログラムが使われて来た。米国特許第３９６４
０２８号及び第４０６８３０４号は、データの完全性を
保全し、且つ最適の性能を発揮させるために、データス
トレージ階層の性能を監視することを開示している。デ
ータストレージ階層に関する多くの試みがＣＰＵに接続
されたキャッシュメモリ及び主メモリの組合せに対して
行われて来た。上述の米国特許第３５６９９３８号に示
されたように、キャッシュ化した主メモリの原理は周辺
システムをキャッシュし且つバッファすることに直接関
係する。勿論、主メモリは、米国特許第３５６９９３８
号の開示以前に、ＣＰＵのための磁気テープ及び磁気デ
ィスク装置からデータをバッファし、又はキャッシュ（
ｃａｃｈｉｎｇ　）するために１吏われて来た。換言す
れば、主メモリはＣＰＵの実行メモリとして使用される
のみならず、周辺装置のための緩衝記憶装置としても使
ゎれていた。データのアクセスを強化するため、成るデ
ータはフロント記憶装置へ「留保された」（ｐｉｎｎｅ
ｄ　）　、即ち拘留された。換言すると、留保されない
データは使用の態様に基づいて、新しいデータによシ置
換されることがありうるのに反し、上述の「留保された
Ｊデータのコピーはフロント記憶装置中に維持されるよ
う保証される。そのような「留保された」データは持久
性メモリにコピーされなければ、データの保全に関して
大きな危険が生ずる。

使用する装置とバック記憶装置との間に置かれたキャッ
シュメモリを常に用いるということは、データ処理シス
テム全体の性能及びデータの保全に対して常に最良では
ないことが上述のストレージ階層の性能を監視すること
にょシ見出されている。例えば、米国特許第４０７５６
８６号は、キャッシュを選択的にバイパスする特別の命
令によって、キャッシュがオン及びオフに転換すること
が出来ることを示している。更に、バック記憶装置、即
ちメモリは、いくつかの論理素子すなわちセグメントは
複数の論理素子に分割できる。この場合、例えば直列の
、即ち順序付けられた入力−出力動作に対して、選択的
にバイパスされる。この特許は更に、成る種のコマンド
に対しては、キャッシュメモリを使わない方がより好ま
しいことを教示している。米国特許第４２６８９０７号
は、データワードの取り出しを特定するコマンドに対し
て、標識フラグが予め決められた状態にセットされるこ
とを教示している。そのような命令の実行中に、キャッ
シュメモリ中に既に記憶された膨大な数のデータ命令の
置換を阻止するために、上述の標識フラグが、その後に
取り出されるデータワードのために、キャッシュメモリ
をバイパスするよう、後続の予定命令に応答して置換回
路を条件づける。米国特許第４１８９７７０号は、命令
データのだめのキャッシュメモリが使われている間はオ
ペランドデータのだめのキャッシュメモリをバイパスす
ることが示されている。

最近のデザインにおいては、フロント記憶装置の記憶容
量は増加の傾向にある。そのような増加した記憶容量は
しばしばより高速の入出力チャネル速度を伴っており、
そのことは転じて、データをフロント記憶装置中に記憶
させる要求を増加することになる。このような傾向は、
フロント記憶装置に記憶するデータの量を益々増大する
ことを意味する。非持久性のフロント記憶装置中のこの
増加したデータ貯蔵、は、例えばパワーサプライに過大
な負担を負わせることになりデータ保全の問題を悪化さ
せる。データの保全の安全性は保存バック記憶装置中に
データを常時記録することによって保証することが出来
る。これは性能の低下、即ちデータのアクセス時間を増
加させる誘因になる。１９７５年６月のＩＢＭ技報１Ｖ
ＢＭＴ圧団ＩＣａＬＤＩＳＣＬＯ８ＵＲＥ　ＢＵＬＬＥ
ＴＩＮ　）　Ｖｏｌ、　１８　、４１　（７）第６１頁
乃至第６２頁の「選択的ジャーナリング」（５ｅｌｅｃ
ｔｉｖｅ　Ｊｏｕｒｎａｌｌｉｎｇ　）と題するホフ（
Ｈｏｆｆ）により提案されたデータの選択的保存ジャー
ナルは性能低下を減少させるけれども、完全に満足する
程度にデータ保全の安全性を制御しない。同様な技術と
して、１９７６年３月のＩＢＭ技報１Ｖｏｌ。

１８　、　＆　１０の第３３０７頁乃至第３３０９頁の
キヤノベル（Ｃａｍｐｂｅｌｌ　）等の文献は多レベル
階層中の内部レベル転送を制限するための置換制御にお
ける多数置換の級別を示している。この技術もまた、デ
ータの保全性に大きな危険を残しており、性能に限界が
ある。

周辺データストレージシステムがホストプロセッサに対
して動作を完了したことを示す表示は通常、ＤＥＶＩＣ
Ｅ　　ＥＮＤ信号である。ＤＥＶＩＣＥＥＮＤ信号は、
ホストプロセッサから受け取ったデータがデータストレ
ージシステム中に保存的に記憶されたことを表示する。

米国特許第４４１０９４２号は、複数の動作モードを有
し、非持久性データバッファを含むテープデータ記録シ
ステムを示している。「テープバッファモード」と称さ
れる良好なモードにおいて、上述ｊ、たＤＥＶＩｃＥ　
　ＥＮＤＧ号ｕ、チータカ非持久性バッファに記憶され
たが、然し保存記憶用のテープ記録装置には記録されて
いない時に、ホストプロセッサへ供給される。データは
ＤＥＶＩＣＥＥＮＤ記号が発生された後に保存用テープ
記録装置中に記憶される。ホストコンピュータからデー
タストレージシステムへの別のコマンド５ＹＮＣＨＲＯ
Ｎ　Ｉ　ＺＥによって、非持久性バッファ中に記憶され
ているすべてのデータがテープ記録装置中に記憶される
。

非持久性バッファの他の動作モードにおいては、ＤＥＶ
ＩＣＥ　　ＥＮＤ信号は、チータカ保存テープ記録装置
に記憶された後にのみ、ホストプロセッサに送られる。

データストレージシステムはまり、バッファ中に記憶さ
れたデータ（ホストプロセッサにより、又はテープ記録
装置の何れかによリハツファへ送られたデータ）をホス
トプロセッサへ転送するＲＥＡＤ　　ＤＡＴＡ　　ＢＵ
ＦＦＥＲコマンドを与える。データがホストプロセッサ
によってデータストレージシステムへ送られた時、その
データは常に、上述したように保存テープ記録装置に記
録される。ＲＥＡＤ　ＤＡＴＡ　ＢＵＦＦＥＲはエラー
復旧技術を含んでいる。テープへの書き込み動作の間で
、ホストプロセッサから受け取った、バッファ内のデー
タを検索する方法は、通常は欠除している。

データ保全に関する問題の１つの解決法は、例えばＩＢ
Ｍ３８５０大容量記憶システムを使用して保存フロント
記憶装置を設けることである。このＤＡＳＤストレージ
がキャッシュメモリ、即ちフロント記憶装置であり、一
方磁気テープ装置がバック記憶装置である。この型の簡
単なデータストレージ階層の例が１９７７年８月のＩＢ
ＩＶＩ技報のＶｏｌ、　２０　、　Ａ　３の第９３９頁
乃至第９４０頁の［多レベル記憶の登録簿保全ｊ　（Ｍ
ｕｌｔｉｌｅｖｅｌＳｔｏｒｅ　Ｄｉｒｅｃｔｏｒｙ　
Ｉｎｔｅｇｒｉｔｙ　）と題するプリンケンスタフ　７
　（Ｂ１１ｃｋｅｎｓｔａｆｆ　）等の文献に示されて
いる。不幸にして、この保存バッファは、現在のコンピ
ュータにより時々要求される性能（短時間のデータのア
クセス時間）を実現しない。従って、データストレージ
階層の真の高性能を与えるために、付随するデータ保全
の完全性を制御し且つ大容量の非持久的なフロント記憶
装置を使用するための成る種の手段が見出されねばなら
ない。

データ保全の制御はまた、例えばプリント、コミユニケ
ーション等の他のシステムにも当嵌ることである。

１９７８年６月のＩＢＭ技報、Ｖｏｌ、２１．煮１の第
２８０頁には、ハードウェア制御のチェックポイントを
有する５ｔｏｒｅ　−ｅｎｄキャッシュのマイクロプロ
セッサに対して、性能低下を生じないでキャッシュのデ
ッドロックの可能性を減少させるメカニズムが記載され
ている。

１９７６年１月のＩＢＭ技報、Ｖｏｌ、　１８．屋８の
第２６４３頁には、データ処理システムのメモリサブシ
ステム部分に通常記憶されたデータベースの部分を選択
的にコピーするための方法が記載されている。

１９７７年１０月のＩＢＭ技報、Ｖｏｌ、　２０．　Ａ
５の第１９５５頁には２段階のデータストレージ装置の
だめの、チェックポイントのコピー動作が記載されてい
る。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点本発明の目的は、キャッシュ中の初期化制御構造、テー
ブル及び収容領域を用いて最初のパスにおいて限られた
個数のレコード・スロットを初期化することにより、キ
ャッシュ及びバッファ記憶装置を有する周辺サブシステ
ムを初期化して、大規模な情報処理システム中の各サブ
システムの初期化時間を短かくすることにある。

本発明の他の目的は上述のようにサブシステムの初期化
時間を減少することと、更に、サブシステムの初期化動
作に続いて割り当てられるレコード・スロットの各グル
ープのだめの開始点を設定するため、レコード・スロッ
トの割り振りに関する情報を記憶している再開始テーブ
ルを初期化することを含む。

Ｄ０問題点を解決するだめの手段本発明は多数のサブシステムを含む周辺ストレージシス
テムにおける初期化動作時間を短縮する装置であって（
各サブシステムはキャッシュメモリ及び複数個のＤＡＳ
Ｄを有するバック記憶装置ヲ含む）、ホストシステムか
らの初期化コマンドを受け取る手段と、ホストプロセッ
サのコマンドが受け取られたことを表示する第１の信号
を発生する手段と、索引テーブル用にキャッシュメモリ
中にデータストレージ位置を割シ振る第１の手段と、サ
ブシステム制御手段のために、キャッシュメモリ中に付
加的データストレージ位置を割シ振る第２手段と、複数
のレコード・バッファに対してキャッシュメモリ中に他
のデータストレージ位置を割り振る第３の手段と、キャ
ッシュメモリ中に予め決められた数のレコード・スロッ
トを割り振る第４の手段と（上述のレコード・スロット
の数は許容されうるシステムの初期化動作時間、初期化
されるべきサブシステム装置（ＤＡＳＤ）（７）合計数
、及び各レコード・スロットを初期化するのに必要な時
間によって決められる）、限定された初期化動作が終了
したことを表わす第２の信号を発生する手段とを設ける
ようにしている。

Ｅ、実施例概要本発明に基づく情報処理システムが示されている第１図
を参照して本発明の詳細な説明する。

情報処理システム１０は、任意の単一のプロセッサ、又
は任意の多重プロセッサ構成に接続された２以上のプロ
セッサユニットからなるホストプロセッサ１２を含む。

ホストプロセッサ１２は、ホストプロセッサと周辺サブ
システムとの間のコミュニケーションを行うだめの標準
的なインターフェイス信号を与えるチャネル１４と交信
する。

複数個の周辺サブシステム制御ユニット１６，１８゜２
０．２２．２４等はチャネル１４へ接続されている（Ｉ
ＢＭ文書番号ＧＡ２６−１６６１及びＧＡ２２−６９７
４を参照）。チャネル１４はホストプロセッサ１２へ接
続された多数のチャネルのうちの１つである。制御ユニ
ット１６のような各制御ユニットは、例えば直接アクセ
スストレージ装置（ＤＡＳＤ）２６，２８．３２，３４
．３６及び３８の如き多数の周辺装置に接続されている
。

本発明はチャネル１４、制御ユニット１６及びＤＡＳＤ
２６乃至３８との間のデータ転送の制御に特に向けられ
ている。本発明の装置は制御ユニット１６．１８，２０
，２２．２４等に実現される。本発明に従った各制御ユ
ニットは２以上の区分３０．４０に分割されている。

各部の説明本発明の良好な実施例の装置は第２図乃至第１１図を参
照して細部が説明される。

第２図を参照して、制御ユニット１６の構成の細部を説
明する。制御ユニット１６は２つの区分３０及び４０を
含み、その各々はストレージディレクタ１３０，１４０
と、サブシステムストレージ１００の部分１００ａ、１
００ｂとを持っている。サブシステムストレージ１００
は、夫々ストレージディレクタ１３０及び１４０により
制御されるキャッシュ区分１０２及び１０４を含む。制
御データ領域１０６及び１０８はストレージディレクタ
１３０及び１４０により制御される。ストレージディレ
クタ１３０はＤＡＳＤ２６．２８　。

３２・・・と交信し、ストレージディレクタ１４０はＤ
ＡＳＤ３４，３６．３８・・・・・・と交信する（第１
図参照）。

各ストレージディレクタ１３０，１４０の動作はチャネ
ル１４を経て受け取ったコマンドと関連してストレージ
ディレクタ中の常駐のマイクロコード制御プログラムに
よって制御される。サブシステムストレージの９２パー
セントから９８パーセントの部分はデータを記憶するの
に使われる。

サブシステムの残余の部分は制御データ領域１０６゜１
０８である。制御データ領域１０６に関して第３Ａ図に
示されているように、夫々の区分３０゜４０中の各キャ
ッシュデータ領域１０２，１０４は下記のように複数の
テーブル収容領域及び複数個のディレクトリ・エントリ
割り振りユニットに分割されている。それらを列記する
と、分散索引テーブル（ＳＩＴ）１１０（第４図参照）
、修飾ビットのマツプ（ＭＢＭ）　１１４　（第７図参
照）、トラック修飾データのテーブル（ＴＭＤ）１１６
（第８図参照）、非保存内部コマンドチェーンの収容領
域１１８（第９図）及びディレクトリ・エントリの割り
振シュニット１２０（第６図参照）である。これらのデ
ィレクトリ・エントリの割り振りユニットは、キャッシ
ュ中に置かれた異なった長さのデータ、即ち異なったサ
イズのレコードの効果的な記憶装置の役目を果す。割り
振シュニットのサイズはサブシステムの初期化動作の間
に、コマンドを供給するホストプロセッサ１２によって
設定されるのを可とする。

データアクセス、即ちレコード・アクセスを行うサブシ
ステムストレージを初期化するサブシステムの初期化プ
ロセスは、サブシステムのストレージの欠陥領域を探し
出すことと、レコード・アクセス動作を行うのに必要な
制御データの構成を決めることと、欠陥のないサブシス
テムのストレージ領域に重要な（ｃｒｉｔｉｃａｌ　）
データを割り振ることと、一定の範囲の処理を許容する
こと（例えば、サブシステムがホストプロセッサにより
初期化される前に初期プログラムのロード（ＩＰＬ）を
読み取ること）と、レコード・スロットが欠陥ストレー
ジで均等に影響されることを確保するために、サブシス
テムストレージ全体にわたってレコード・スロットを平
均して配分することと、欠陥領域についてサブシステム
ストレージをチェックすることなく、サブシステムスト
レージヲ再初期化するための制御情報を維持することを
含んでいる。サブシステムストレージは２つのステップ
を取る。即ち、第１のステップにおいて、サブシステム
ストレージは初期マイクロプログラムのロード（ＩＭＬ
）の間か又はホストプロセッサからのコマンドによって
、サブシステムのために利用可能にされ、そして第２の
ステップにおいて、サブシステムストレージは、ホスト
プロセッサ１２から受け取ったコマンドに応答して、サ
ブシステムによって初期化される。

ＩＭＬの間か、又はホストプロセッサ１２から受け取っ
た「可用にさせるＪ　（ｍａｋｅ−ａｖａｉｌａｂｌｅ
）コマンドの結果として、サブシステムストレージ１０
０の区分１００ａ、１００ｂは夫々ストレージディレク
タ１３０，１４０に割り当てられ、そして欠陥領域につ
いてチェックされる。サブシステムストレージは一度に
３２Ｋ（Ｋ＝１０００　）バイトがチェックされる。こ
のチェックは区分３０゜４０の上部ポート１３２，１４
２を使ってキャッシュ１０２，１０４ヘピツトパターン
ヲ書キ込ミ、次に下部ポー）１３４，１４４を使ってビ
ットパターンを読み取ることによって達成される。スト
レージの欠陥領域を検出するために使われるプロセスは
公知なので細部についての説明は行わない。

欠陥ビットのマツプ（ＤＢＭ）１５４は、各ストレージ
ディレクタ１２の規定部分である制菌メモリ２２０（第
３Ｂ図）中に維持される。ＤＢＭ中の各ピントはサブシ
ステムストレージの３２にバイトを表わす。若し、永久
的なエラーがサブシステムストレーン１００ａ、１００
ｂの３２にバイトセクション中に検出されたならば、Ｄ
ＢＭの対応ビットは欠陥表示状態にセットされる。

サブシステムストレージ１００ａ、１００ｂ（キャッシ
ュ１０２，１０４中の）の２つの１メガバイトがディレ
クトリ領域１６０になるよう割り当てられる。サブシス
テムストレージの重要領域をアクセスして検出されたエ
ラーは将来のデータ保全問題を表わすから、上述の割り
当てが必要である。無欠陥の２メガバイトが得られなけ
れば、サブシステムストレージは不使用とマークされる
。

サブシステム１０が動作している間に、サブシステムス
トレージの重要領域中に゛エラーが検出された場合、サ
ブシステムストレージは不使用にされる。

サブシステムストレージは使用可能であるが、然し初期
化が完全に終了していない時にバッファ動作を行わせる
ために、唯一つのフルトラツクバッファ１１２が各ディ
レクトリ領域１６０に割り当てられる。キャッシュは、
ホストプロセッサにより特定され且つホストプロセッサ
から受け取ったパラメータに基づいて動作が開始される
。ディレクトリ領域１６０のエントリはサブシステムス
トレージの２つの無欠陥１メガバイトの２番目のものに
割シ当てられ、且つそれは第２の無欠陥領域の開始アド
レスで始まるのが好ましい。

各ディレクトリのエントリ１６２ｎはサブシステムの初
期化の間で書き込まれねばならない。キャッシュのため
の他の制御テーブル及び制御情報は局部的に完成される
。初期化プロセス（最も大きいレコード・サイズのサブ
システムストレージの中に最も小さいレコード・サイズ
を割シ振るだけ）は１５秒の時間がかかる。ホストプロ
セッサ１２に用いられ、キャッシュメモリを動作させる
だめのトランザクション・ファシリティ処理ソフトウェ
ア（ＩＢＭ文書番号ＧＨ２０−６２００を参照）は各制
御ユニットを直列的に初期化する。

これは、６］１’１ｌｉｌの制御ユニットを有するシス
テム構成の始動を行うだめに１５秒を要することを意味
する。

初期化時間を短縮するために、レコード・スロットＳｎ
の割り振シは局部的に完成され、残りの割り振りはアイ
ドルループから後で完成される。

初期化コマンドをホストプロセッサ１２から受け取った
時、パラメータが検査され、そして接続されたホストプ
ロセッサ１２へＣＨＡＮＮＥＬ　ＥＮＤが与えられる。

次に、分散索引テーブル（ＳＩＴ）１１０及び制御テー
ブル１１４，１１６，１１８が初期化され、且つ２つの
制御データ領域区分１０６．１０８中のフルトラツクバ
ッファ１１２がサブシステムストレージ１００ａ、１０
０ｂから割シ当てられる。

接続されたホストプロセッサ１２へＤＥＶＩＣＥＥＮＤ
を与える前に、部分的に完成されたレコード・スロット
の割り振りを再開始するために、通常のアイドルループ
（図示せず。米国特許第４０３１５２１号の第１図にア
イドルスキャンの名称で示されている。）から初期化機
能を指名するのに必要な情報を含む再開始テーブル、即
ちレコード・スロットの割り振り再開始テーブル２１０
が始動される（第３Ｂ図参照）。

接続されたホストプロセッサ１２にＣＨＡＮＮＥ　ＬＥ
ＮＤが与えられた後で、且つＤＥＶＩｃＥ　ＥＮＤがチ
ャネルコマンドに対して与えられる前に、レコードアク
セスモード動作が行われる。要求されたレコード・スロ
ットのサイズは得られたが然し使用出来ない場合は、チ
ャネルコマンドリトライ（ＣＣＲ）状態が、要求したホ
ストプロセッサに与えられて、サブシステム１０が他の
レコード・スロット１６２ｎを初期化させる。

ＣＨＡＮＮＥＬ　ＥＮＤがホストプロセッサ１２へ与え
られた後で、且つ初期化マイクロコードがアイドルルー
プから取り出されるたびに、予定数の付加的なレコード
・スロット１６２ｎ及び関連したディレクトリ・エント
リが割り振られる。すべてのディレクトリ・エントリ及
びレコード・スロットが割り振られた時、初期化コード
は、取り出しフラグ（図示せず）をリセットし、そして
、要求されたレコード・スロットが当時は使用不能であ
ったためＣＣＲ状態を与えられていたＣＣＷ夫々に対し
てＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤを与える。

ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤが与えられるまでに制御ユニッ
ト１６が費やす時間は、その時に割り振られルレコード
・スロットの数に依存する。コノ数ハ、初期化時間（Ｄ
ＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤ状態に到達するまでの時間）が５
００ミリ秒より大きくならないように設定される。

分散索引テーブル（ＳＩＴ）１１０はキャッシュ１０２
中に維持されているレコードを探すのに使われる。Ｓ工
Ｔ１１０は、サブシステムストレージ１１０ａ、１１０
ｂにおいて２つに区別された無欠陥メガバイトのデータ
ストレージの最初のストレージ”の端部に割り振られ゛
る。ストレージディレクタ１３０に割り当てられたサブ
システムストレージが１６メガバイト又はそれ以下であ
れば、５ＩＴ１１０に対して４０９６１固のすブシステ
ムストレージワードが割り当てられ、そして、若しスト
レージディレクタ１３０へ割り当てられたサブシステム
ストレージが１６メガバイト以上であるならば、ＳＩＴ
に８１９　：２１固のワードが割り当てられる。各５Ｉ
ＴｌｉＱのワードは第４図に示されたように、７個のエ
ントリとエラー補正コードとを含んでいる。５ＩＴ１１
０の各エントリはキャッシュ１０２中のディレクトリ−
エントリ１６２ｎに対するポインタである。ＳＩＴエン
トリはレコードの物理的アドレスを表示しており、そし
て次のハツシュ（ｈａｓｈｉｎｇ　）アルゴリズムによ
り計算される。

ＳＩＴオフセント＝（（１５＊ＣＣ）＋ＨＨ）＋（（Ｗ
／１６　＊Ｄ　）但し、ＣＣ＝シリンダの１６進数表示、ＨＨ＝ヘンドの
１６進数表示、Ｄ＝装置番号、Ｗ＝ＳＩＴワードの合計
数である。ＳＩＴワード中のエントリの番号は以下の式
、即ち、エントリの桁数＝Ｖ７で計算される。ここでＲ
はレコード番号であり、キャッシュ１０２はデータが空
であることを表わすように、５ＩＴ１１０が初期化され
る。

以下に記載されるテーブル及び収容領域は、サブシステ
ムの初期化時間内で、ディレクトリ領域１６０の８１１
１１０部分に先行する領域中に割シ振られる。

１、修飾ビットのマツプ（ＭＢＭ）　１１４　（第７図
）ＭＢＭは必要な各ＤＡＳＤの各トラック毎に１つのビッ
トを含み、且つ修飾レコードが指示されたトランクのサ
ブシステムストレージ中に存在することを表わすのに団
われる。

ＭＢＭは、キャッシュ中にはデータが空であることを表
示するために使われる。

ｚ　トラック修飾データのテーブル（’ＴＭＤ）収容領
域１１６（第８図）各ＤＡＳＤに対して１個のＴＭＤ収容領域があり、各領
域は、バッファ読み取り（ｂｕｆｆｅｒｅｄｒｅａｄ　
）（複数個のレコードの読み取り）を処理する時に、ト
ランク上の修飾記録についての情報を収容するのに使わ
れる。ＤＡＳＤからキャッシュ１０２へ記録を読み込む
ためセクタを検索し、セットする（ＳＥＥＫ／５ＥＴＳ
ＥＣＴＯＲ）割り込みを待っているＤＡＳＤは接続を遮
断されるが、バッファ読み取りコマンドが他の異なるＤ
ＡＳＤのために受け取られることがあシうるので、複数
個の収容領域が必要である。

３、内部コマンドチェーンの収容領域１１８（第９図）各装置について１個の内部コマンドチェーンの収容領域
があり、各領域はＤＡＳＤに修飾レコードを書き込むだ
めのコマンドチェーンを貯蔵するのに使われる。キャッ
シュ１０２からＤＡＳＤへレコードを書き込むためセク
タをサーチしセットする割り込みを待っているＤＡＳＤ
は夫々接続を遮断されるが、内部コマンドチェーン（Ｉ
ＣＣ）は他の異なったＤＡＳＤに設定されることがあり
うるので、複数の収容領域が必要である。

各フルトラツクバッファ１１２は、制御テーブル及び収
容領域のアドレスに先行するアドレスを有するサブシス
テムストレージ領域中に割り振られる。制御テーブル及
び領域のアドレスの低順位番号から制御テーブル及び収
容領域のアドレスの高順位のアドレス番号の方へ、バッ
ファ１１２がキャッシュ１０２を満たしていくと、すべ
てのバッファ１１２が割９振られる前に、キャッシュ１
０２のアドレスが００００に達するので、従って、バッ
ファ１１２の割シ振りは、次に、ストレージディレクタ
１３０に割り当てられたキャッシュ１０２の上位半分１
７０で再開始する。可用バッファテーブル（ＢＡＴ）１
５２はバッファ１１２をＣＣＷに割り当てるのに使われ
る情報を維持するために、制御メモリ２２０の中に設定
される。

キャッシュ１０２の中にデータを記憶するためのレコー
ド・スロットはホストプロセッサ１２により決定される
重み付はファクタを使って割り振られる。その割り振り
及び重み付はファクタの例を以下に示す。

レコードのサイズ　　　重み付は割り当てファクタ（バ
イト）Ｓ１＝３８１　　　、　　　　　　　　　　１Ｓ２＝１
０５５．　　　　　　　　　　３Ｓ３＝４０９６．　　
　　　　　　　　５Ｓ４＝ＯＯ上述の重み付はファクタに従った、キャッシュ内のレコ
ード・スロットの割り振りが第５図に示されている。第
１の重み付けによって特定された第１サイズＳ１の複数
のスロットが最初に割り振られる。第２の重み付けによ
って特定された第２サイズＳ２の複数のスロットが次に
割り振られる。

この処理は第３サイズＳ３及び第４サイズＳ４について
も続けられる。サイズＳＬ、Ｓ２．Ｓ３及びＳ４すべて
の割り振シ処理が１回行われた（１つの割り振シテ（ス
という）時、同じプロセスを繰返す。若し、ストレージ
ディレクタ１３０に割ｇ当てられたキャッシュ１０２の
最初のアドレスの領域がフルトラツクバッファ１１２の
ために使われていなければ、ストレージディレクタ１３
０に割り当てられたキャッシュアドレス００００が達成
された時、レコード・スロットの割り振りがストレージ
ディレクタ１３０に割り当てられたキャッシュ１０２の
高位半分１７０で続行する。付加的レコード・スロット
１６２ｎは、割９振られた次のレコードが最後のディレ
クトリ・エントリと重なるまで、割り撮りを続行する（
第３Ａ図参照）。

レコード・スロットを割シ振る時間を節約するために、
レコード・スロットは、レコードごとに各エントリを二
つにリンクされたＬＲＵチェーンに設置する代りに、レ
コード・サイズに対応する一つにリンクされた自由（ｆ
ｒｅｅ）リストに付加される。データを記憶するため最
初に使われれば、エントリは自由リストから適当なＬＲ
Ｕチェーン、即ちＬＲＵ！Ｊストに移動される。

可用処理中に設立されたＤＢＩＶ１１５４（第３Ｂ図）
ハ、バッファスロット、即ちレコード・スロットがサブ
システムストレージの欠陥領域に割り振られたか否かを
決めるのに使われる。若しその領域に欠陥があれば、バ
ッファスロット即ちレコード・スロットは欠陥の標識が
マークされてその領域に割り振られることはない。レコ
ード・スロットはキャッシュ全体に平均して分配される
ので、各レコード・スロットサイズは、サブシステムス
トレージの領域に欠陥がある時には同じインパクトを受
ける。レコード・アクセス動作中に、若しレコード・ス
ロット即ちバッファが故障を起したならば、ＤＢＭｉ　
５４中のサブシステムトレージの３２にバイトセクショ
ンに対し対応するビットは欠陥領域表示状態にセントさ
れる。初期化後にＤＢＭ１５４を維持することは、欠陥
領域の有無についてキャッシュ１０２をチェックするこ
となく、ホストプロセッサがキャッシュ１０２を初期化
させる（初期化パラメータを変更すること）ことが出来
る。

キャッシュのサイズはサブシステムの性能に影響する。

明らかに、キャッシュの容量が大きくなればなるほど、
より大量のデータが貯えられる。

キャッシュ中に多くのデータを記憶させればさせるほど
、キャッシュに記憶された要求データを、ホストプロセ
ッサ１２が発見する可能性は増大する。

実施例の動作第１１Ａ図及び第１１Ｂ図に示された本発明に従った初
期化プロセスの制御フローチャートを以下に説明する。

第１１Ａ図のプロセス開始ステップ３００から説明する
に、ステップ３０１において、装置はホストプロセッサ
１２からチャネル１４を経て初期化チャネルコマンドを
受け取る。受け取った初期化チャネルコマンドワード中
のパラメータはステップ３０２で検査され、ＣＨＡＮＮ
ＥＬ　　ＥＮＤ信号がステップ３０３でホストプロセッ
サ１２に与えられる。ステップ３０４において、分散索
引テーブル（ＳＩＴ）１１０のためのスペースがサブシ
ステムストレージ１　ｏｏａ　、１００ｂの制御部分に
割り振られる。分散索引テーブル１１０は第１の無欠陥
１メガバイト領域中に設置されるよう初期化される。分
散索引テーブル１１０が割り振られた後、ステップ３０
５において、他の制御構成、即ち、修飾ビットのマツプ
テーブル１１６、内部コマンドチェーン（ＩＣＣ）収容
領域、トラック修飾データの収容領域が割り振られる。

ステップ３０６において、１個又はそれ以上のフルトラ
ンクパンファがバンファ動作のときにトランク全体にわ
たるデータを記録するために割り振られる。次に、ステ
ップ３０７において、少数のレコード・スロット１６２
ｎ、例えば５ｎ＝２５個から３０個が割シ振られる。こ
の時点で割り振られるレコード・スロット１６２ｎの数
は、大規模のデータ処理システムの多くの制御ユニット
を初期化するために必要な合計時間を短縮するために、
最小限の数に絞られる。次にステップ３０８において、
チャネル１４を介してＤＥＶＩＣＥＥＮＤがホストプロ
セッサ１２へ与えられて、ステップ３０９のアイドルル
ーズに入る。ステップ３０９のアイドルループは、キャ
ッシュの次のレコード・スロット及び関連するディレク
トリ・エントリのサブシステムストレージ初期化を続行
するために、制御ユニット１６が、ホストプロセッサ１
２から受け取り、・且つ委任された仕事から開放される
まで、待機する。

第１１Ｂ図を参照して、アイドルループ３２０の詳細を
説明する。アイドルループ３２０は、最初に、読み取り
、書き込みなどの遂行されるべきホストプロセッサ１２
の要求した仕事があるか否かを決定するため、ブランチ
３２１で常にテストを行う。特定の時間内で、若し遂行
されるべき、ホスト又はチャネルの仕事がなければ、レ
コード・スロットのすべての初期化動作が完了したか否
かを見るために、ステップ３２２でテストが行われる。

若し、レコード・スロットの初期化動作が完了していな
ければ、ステップ３２３で、２５１１１１ｉ１１乃至３
０個のレコード・スロットがキャッシュ中で初期化され
、そして、ホストプロセッサが要求した仕事又はチャネ
ルの仕事がない場合、システムは次の機会を待つアイド
ルルーズに復帰する。

若し、ステップ３２２において、すべての初期化動作が
完了されたならば、コマンドがチャネルコマンドリトラ
イされた状態に置かれたか否かを決定するために、ステ
ップ３２５でテストが行われる。若シ、チャネルコマン
ドリトライされた状態に置かれていなければ、プロセス
はアイドルループ３２０に復帰する。若し、コマ〈ドが
その状態に置かれたならば、ステップ３２６において、
ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤがチャネル１４を介してホスト
プロセッサ１２へ与えられ、そしてプロセスはアイドル
ループ３２０へ復帰する。

チャネルの仕事がステップ３２１で検出された場合、若
し、チャネルがステップ３３０においてレコード・スロ
ットを必要としたならば、ステップ３３５において、必
要なレコード・スロットが初期化されたか否かを決める
だめのテストが行われる。若し、レコード・スロットが
初期化されていなければ、ステップ３３６においてチャ
ネルコマンドリトライ（ＣＣＲ）状態がチャネル１４を
経てホストプロセッサ１２へ与えられて、プロセスはア
イドルループ３２０へ復帰する。必要なレコード・スロ
ットが初期化されれば、遂行されるべきコマンドはステ
ップ３３１で実行される。

ステップ３２１において、受け取られたチャネルコマン
ドが記憶されるよう待機中であり、且つステップ３３０
でレコード・スロットが必要でない場合、受け堰られた
コマンドはステップ３３１において、直ちに実行される
。遂行されるべきチャネルの仕事がシステム内にない場
合、初期化プロセスの最初のパス、即ち処理経路におい
て、少数のレコード・スロットを初期化し且つ割り振り
、そして次に付加的な少数のレコード・スロットを初期
化することによって、データ処理システム中の他の仕事
の処理を不当な時間待機させることなく、初期化プロセ
スを完了することが出来、そしてまだ、最少限の時間で
ある最初のパスの期間内で、データ処理システムを、少
くとも部分的に初期化することが出来る。

レコードアクセスモードのだめのＣＣＲアルゴリズム下記に述べる受け取られたチャネルコマンドはチャネル
コマンドリトライされる。

若し、バッファが現在割り振り中であれば、リトライさ
れるチャネルコマンドは初期化である。

バッファが自由であれば、ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤが与
えられる。若し、キャッシュに対する、要求データ（Ｄ
ＡＳＤからキャッシュへ移動するデータ）のステージが
無く、且つＩＣＣがステージ動作をリトライするよう再
度待ち行列にされたならば、リトライされるチャネルコ
マンドはバッファ読み取りである。再度待ち行列にされ
たＩＯＣが完了した時、ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤが与え
られる。アドレスされた装置のための非保存ＩＣＣ領域
が開用中である場合、リトライされるチャネルコマンド
は装置ニヨル［減勢Ｊ　（ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ　）　
コマンド、「破棄Ｊ　（ＤＩＳＣＡＲＤ）コマンド及び
「委任Ｊ　（ＣＯＭＭＩＴ）コマンドである。その装置
の非保持ＩＣＣが完了した時、ＤＥＶＩＣＥＥＮＤが表
示される。若しトラックバッファ１１２が使用不能なら
ば、リトライされるチャネルコマンドは［検索Ｊ（ＳＥ
ＥＫ）、バッファ読み取り／書き込み（Ｂｕｆｆｅｒｅ
ｄ　ＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥ　）　　ニアマントである
。バッファ１１２が使用可能になっり時、１）ＥｖＩＣ
Ｅ　ＥＮＤが与えられる。若シ、ディレクトリ１６０の
エントリが要求され、自由リストにディレクトリのエン
トリがなく、且つレコード・サイズに対する活動中のリ
スト上の低部３６　（、ＬＲＵ　）エントリが１吏用さ
れているか、又は修飾されていれば、リトライされるチ
ャネルコマンドはキャッシュ読み取υ／書き込み（Ｃａ
ｓｈｅｄＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ　）コマンドである。要
求されたレコード・サイズのレコード・スロットが状態
を変えた時（例えば、修飾動作のリセット）、ＤＥＶＩ
ＣＥ　　ＥＮＤが与えられる。若し、装置のための非保
存ＩＣＣが同じにアドレスされたトランクに既に設立さ
れ、且つレコードのキャッシュコピーが現在修飾された
とすれば、キャッシュ書き込み（Ｃａｃｈｅｄ　ＷＲＩ
ＴＥ　）　ニア　？　ンドである。デステージ（ｄｅｓ
ｔａｇｅ　）　（キャッシュからより多くのデータをＤ
ＡＳＤへ転送）が完了した時、ＤＥＶｌ、ＣＥ　　ＥＮ
Ｄが与えられる。非同期デステージを指名するだめの優
先順位は、非保存ＩＣＣが完了するまで、チャネル動作
の優先順位より上位に移動される。若し、アドレスされ
たｆ）ＡＳＤの非保存ＩＣＣが同じトランクに既に設立
されているならば、リトライされるチャネルコマンドは
バッファ書き込み（Ｂｕｆｆｅｒｅｄ　ＷＲＩＴＥ　）
−ｙマントである。装置の非保存ＩＯＣが完了した時、
ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤが与えられる。非同期デステー
ジを指名する優先順位は、非保存ＩＯＣが完了するまで
、チャネル動作の優先順位より上位に移動される。修飾
データがアドレスされたトランクに存在し、且つアドレ
スされたＤＡＳＤの非保存ＩＯＣ領域が現在使用中であ
るならば、リトライされるチャネルコマンドは様式書き
込み（ＦｏｒｍａｔＷＲＩＴＥ）コマンドである。装置
の非保存ＩＯＣが完了した時、ＤＥＶＩＣＥ　　ＥＮＤ
が与えられる。

非同期デステージを指名する優先順位は、非保存ＩＣＣ
が完了するまで、チャネル動作の優先順位より上位に移
動される。

デステージされるＬＲＵの修飾データの走査修飾データ
を含むキャッシュのエンドＩＪ　ｇＲＵリストの底部（
最近不使用のエントリ）に到達した時、キャッシュエン
トリによシ同定されるデータは、よシ多いデータを記憶
させる場所を提供するだめに、ＤＡＳＤヘデステージさ
れる必要がある（置換すること）。この置換機能は、キ
ャッシュのカウンタ（図示せず）がゼロに達した時、ア
イドルループから指名される。アイドルルーズに入れら
れるたびに、アイドルルーズのカウンタの内容は１つづ
つ減らされる。アイドルループのカウンタは、ＬＲＵ走
査機能がアイドルループの中心へ戻るたびに、「初期値
」にセットされる。「初期値」は、ＬＲＵ走査機能を呼
び出す頻度を調整するため、動的に増減される。サブシ
ステムストレージが（再）初期化される時、「初期値」
は常に２５６にリセットされる。

ＬＲＵ走査機能が呼び出された時、ＬＲＵＩＪストはキ
ャッシュ１００に記憶された修飾データの表示を検出す
るため、列で走査される。列は各ＬＲＵリストからの次
の最も古°いエントリを構成している。修飾トラックが
見出された時、若し、非保存ＩＣＣがトラックに設立さ
れておらず、且つトラックがＬＲＵデステージの待ち行
列になければ、エントリはＬＲＵデステージ待ち行列（
図示せず）中に設立される。８個のエントリが待ち行列
に加えられるか、又は３６個のエントリが走査されるま
で、走査は続行する。ＬＲＵ走査機能がアイドルルーズ
により呼び出された時、若し、待ち行列が６個のエント
リを含んでいたとすれば、待ち行列は再設立されず、制
御はアイドルループへ復帰する。ＬＲＵ走査が呼び出さ
れた時、若し、待ち行列が６個のエントリ以下のエント
リを含んでいたならば、全体のＬＲＵデステージの待ち
行列が再設立される。若し、修飾エン）　ＩＪがどのＬ
　ＲＵ　ＩＪバストも見出されなければ、ＬＲＵデステ
ージ機能は過剰に呼び出されている。その場合、「初期
値」は２５６に増加される。非同期デステージを指名す
るための優先権が与えられて、ＬＲＵデステージのだめ
のＩＣＣを設立したら、優先順位はチャネル動作へ切換
えられる。

若し、Ｌ　ＲＵ　＋）スト中に、何らかの修飾エンドり
が見出されたら、ＬＲＵデステージ機能は正当な量であ
ると称される。この場合は、「初期値」に調整は行われ
ない。従って、修飾エントリを含むトランクをデステー
ジするため、非保存ＩＣＣを設立するＲＤＱ（待ち行列
の読み取り）及びＬＲＵデステージ待ち行列が設立され
る。

新規のディレクトリのエントリを割り振る時、若し、修
飾データを同定する新しいＬＲＵエントリが発見された
ならば、ＬＲＵデステージ機能は充分頻繁に活動してい
るとは言えない。その場合、「初期値」は２５６へリセ
ットされる。アイドルループカウンタはリセットされた
ので、アイドルループは出来るだけ早くこの機能を呼び
出す。非同期デステージを処理するＩＣＣへ優先権が与
えられ、そしてＬＲＵデステージのためのＩＣＣを設立
する。

トラックによる修飾データのデステージエクステント（
ｅｘｔｅｎｔ　）による「委任」（ＣＯＭＭＩＴ）（非
保存データを保存記憶データに変える委任。米国特許出
願番号４２６３６７を参照）、「スケジュー／ｌ／ＤＡ
ＳＬ）の更新Ｊ　（５ｃｈｅｄｕｌｅＤＡＳＤ　　Ｕｐ
ｄａｔｅ　）、トラック内の修飾データノ形式「書き込
みＪ（ＷＲＩＴＥ）、又は装置動作によるｒ　減勢Ｊ　
（ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ）　を行う時、このアルゴリズ
ムはアイドルルーフ−からのＬＲＵで同定された修飾デ
ータをデステージするために使われる。

１つのトランク、即ち現在処理されつつあるトラック上
のすべての修飾記録を判別するため、Ｓ工Ｔ１１０が倹
素される。現在のトランク上のすべての修飾記録は１個
のＩＣＣでデステージされる。

各記録のだめのＩＣＷを設立するのに必要な制菌情報は
ＴＭＤテーブル１１６中に設立される。「シークＪ（Ｓ
ＥＥＫ）及び［セクタの設定Ｊ（ＳＥＴＳＥＣＴＯＲ）
のＩＣＷは、制御メモリ内の装置の非保存ＩＯＣ領域中
に設立される。ＴＭＤは、デステージされる最初のレコ
ードのセクタ番号を得るだめのレコード・スロットヘッ
ダをアクセスするのに用いられる。デステージされる各
レコードのだめの［記録のサーチＪ　（ＳＥＡＲＣＨＲ
ＥＣＯＲＤ）、［書き込みｆ　−夕）制４　Ｊ　（Ｃ０
ＮＴＲ０Ｌ　ＷＲＩＴＥＤＡＴＡ）、及び「データの書
き込み」（ＷＲＩＴＥＤＡＴＡ）のＩＣＷは、ＴＭＤテ
ーブルからの情報を使用して、サブ／ステムストレージ
内の、アドレスされたＤＡＳＤで割Ｄａてられた非保存
ＩＣＣの領域中に設立される。ＴＭＤテーブル１１６は
各レコードの長さを決めるのに使われる。若し、レコー
ドの長さがＴＭＤのエントリになければ、レコード・ス
ロットヘッダがアクセスされる。

ＩＣＣが初期化される時、非保存ＩＣＣの「シーク／セ
ントＪ　（Ｓ　ＥＥＫ／Ｓ　ＥＴ　）セクタ部分が開始
される。「セクタのセントＪ（ＳＥＴＳＥＣＴＯＲ）か
らのＤＡＳＤ割り込みが制御ユニット１６により受け取
られると、非保存ＩＣＣのキャッシュ部分は付勢されて
いる非保存ＩＣＣＣＣ領域ピコピー、そして「セクタの
セット」のＩＣＷにチューンされる。ＩＣＣが完了した
後、デステージされた各レコードのディレクトリのエン
トリは修正されずとマークされ、そしてトラックのＭＢ
Ｍエントリ中のビットはリセットされる。

若し、同時動作が行われていれば、この−掃機能はアイ
ドルループから指名されるよう待ち行列に入れられる。

アイドルループから指名されたレコード・アクセス装置
の機能（ＲＤＱ）アイドルループを走査している時、リセットと選択とが
許容され、そして同時動作は行われていない。６個の機
能のうちのどの機能を指名するかを決めるだめに、且つ
指名の要求を受け取った順序を記録するだめに、以下に
説明する６個のレコード・アクセス装置の指名待ち行列
（ＲＤＱ）がある。若し、与えられたＲＤＱＯ中にエン
トリがあれば、その与えられたＲＤＱにより表示された
その機能はアイドルループから呼び出される。呼び出さ
れた動作を実際に開始する前にすべての条件が満たされ
ているかどうかを確かめるために、呼び出された機能に
よってチェックが行われる。

すべての条件が満たされれば、その機能はアイドルルー
プへ戻シ、以下に説明するアルゴリズムがストレージデ
ィレクタにより実行される。以下の記載は、アイドルル
ープから通常指名されるレコード・アクセスモード及び
使先順位のための６蘭の機能を定義する。

■、　同期機能ＲＤＱの再指名この機能は、この機能のためのＩＣＣが完了した後にア
イドルループから指名される。まだ、この機能は、ＤＥ
ＶＩＣＥ　　ＥＮＤがホストプロセッサ１２へ与えられ
る前に、なすべき付加的な仕事を持っている（例えば、
「委任」記録動作の場合など）。

２、チャネル動作ＲＤＱのだめのＩＣＣ処理の指名この機能はチャネル動作のだめのＩＣＣを初期化する。

若し、アドレスされた装置が使用中であれば、チャネル
動作ＲＤＱの次のエントリがチェックされる。若し、要
求された装置のすべてが使用中であれば、この機能はア
イドルループへ戻る。

この機能は以下の３つの型の動作のために指名される。

ステージ動作は一つのバッファ読み取り動作のために開
始される。「レコード割り振り」（ＬＯＣＡＴＥ　　Ｒ
ＥＣＯＲＤ）ｔ＊ｉｄｒシーり」（ＳＥＥＫ）のチャネ
ル・コマンドの実行中であって、且つデータがホストプ
ロセッサ１２のためにチャネル１４へ通過される前に、
ステージ動作は、サブシステムがホストプロセッサ１２
から遮断されている期間中に、アドレスされた装置（Ｄ
ＡＳＤ）からキャッシュへ転送するデータで構成される
。すべてのディレクトＩＪの維持は、読み取りコマンド
が処理された後に行われるので、ＩＣＣが完成した時に
、ＩＯＣのチェーン終端処理（ＵＳＰ　４５３３９５５
を参照）が常に遂行される。サブシステム動作で命令さ
れた「委任」レコード、バッファ「書き込み」又は保存
「書き込み」チャネルのための書き戻し動作が遂行され
る。データをチャネル１４から受け取った後、サブシス
テムがチャネル１４及びホストプロセッサ１２から遮断
されている間に、書き戻し動作はキャッシュ１００から
、ア＼ドレスされたＤＡＳＤへのデータ転送で構成する
。「委任」レコード動作の場合、データは、チャネルに
関連した前の動作の間で、キャッシュ１００へ書き込ま
れている。エクステントによる「委任」装置による「減
勢」、又は様式「書き込み」動作のため修飾記録のデス
テージが行われる。サブシステムがチャネル１４から一
時に１トラツク遮断されている間に、修飾記録のデステ
ージ動作はキャッシュに記憶されたデータを、アドレス
された装置へ転送することである（「トランクによる修
飾データのデステージ」アルゴリズムヲ参照）。データ
は、チャネル１４に関連した前の動作でキャッシュへ書
き込まれている。このデステージ動作の間で留保され、
アドレスされたＤＡＳＤの非保存ＩＣＣ領域はマークさ
れる。ホストプロセッサ１２により供給されたチャネル
コマンドがサブシステム１０で完了されるまで、他のサ
ブシステムの動作が上述のアドレスされたＤＡＳＤの非
保存ＩＣＣ領域を使用するのを阻止する。

３、非同期デスチー＞ＲＣＱのＩＣＣ処理の指この機能
は、同時動作が行われたために、直ちには行われないＩ
ＣＣ処理、即ち開始時−揚処理を始動する。この機能は
ＬＲＵ動作、又はスケジュールＤＡＳＤ更新動作のだめ
の修飾データをデステージするため作られた非保存ＩＣ
Ｃのために指名される。若し、アドレスされたＤＡＳＤ
が使用中ならば、非同期デステージＲＤＱ上の次のエン
トリがチェックされる。若しこのＲＤＱにリストされて
いるすべてのＤＡＳＤが使用中ならば、この機能はアイ
ドルルーズに復帰する。

４、ＬＲＵデステージＲＤＱのだめのＩＯＣの設定この機能は修飾レコードをデステージするだめのＩＯＣ
を設定する。その修飾レコードのＬＲＵの判別は、Ｌ　
ＲＵ　ＩＪストの最も最近の使用の終端（底部）に論理
的に隣接して置かれることである（「デステージされる
ＬＲＵ修飾データの走査」アルゴリズムを参照）。若し
アドレスされたＤＡＳＤの非保存ＩＣＣ領域が使用され
ていれば、ＬＲＵデステージＲＤＱのために設立された
ＩＣＣがチェックされる。若し、このＲＤＱにリストさ
れている要求領域実行項目が現在使用中であれば、この
機能はアイドルループへ復帰する。

５、スケジュールＤＡＳＤの更新ＲＤＱのだめのＩＣＣ
の設立この機能はスケジュールＤＡＳＤの更新動作のだめの修
飾レコードをデステージする工ｄＣを設立する。若し、
装置のための非保存ＩＣＣの領域が使用中であれば、ス
ケジュールＤＡＳＤの更新ＲＤＱのだめ３設立されたＩ
ＣＣの次のエントリがチェックされる。若し、要求され
たすべての領域が使用中ならば、この機能はアイドルル
ープへ復帰する。

６、　ディレクトリ機能ＲＤＱの指名ディレクトリ機能はディレクトリの無効エントリを含み
、この無効エントリは、装置による［破棄Ｊ（ＤＩＳＣ
ＡＲＤ）チャネルコマンドと、装置による「減勢Ｊ　（
ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ　）チャネルコマンドに起因する
無効ディレクトリ・エントリと、ＤＡＳＤからのパンク
変更割り込みに起因するＬ　ＲＵ　ＩＪストの上部（最
近使われるべきもの、即ち１ＶＬＲＵ）中の留保された
りトライ可能の表示を移動することとによって惹起され
る。

各ＤＡＳＤに関して、どの機能が指名されるかを示すリ
ストがディレクトリ１６０中に各ＤＡＳＤ毎に維持され
ている。若し、すべてのエントリがゼロであれば、「指
名ディレクトリ機能ＲＤＱ　ｊにおける指示されたＤＡ
ＳＤ及びＤＡＳＤのエントリは除去されているので、遂
行すべき仕事はない。天下の２つの状態において、アイ
ドルループから、非同期デステージを指名し、且つＬＲ
ＵデステージのためのＩＣＣを設立する優先順位はチャ
ネル動作の優先順位を臨時に追い越して移動される。

第１に、キャッシュに記憶された修飾レコードを同定す
るディレクトリ１６０のエントリがＬＲＵリストの底部
に達した場合は、非同期デステージの優先順位及びＬＲ
ＵデステージのためのＩＣＣを設立する優先順位の両方
は、チャネル動作を実行する優先順位を追越して移動さ
れ、そして、第２に、チャネルコマンドリトライの書き
込み動作のため、非保存ＩＣＣ領域を待っている場合は
、非同期デステージの優先順位だけがチャネル動作を遂
行するだめの優先順位を追越して移動される。

同時動作データ転送の間で、若し、ＤＡＳＤとキャッシュとの選
択が可能であれば、同時処理を始動するためのＲＥＱＵ
ＥＳＴ−４ＮＳが装置の「ミニ」走査を動作する。デー
タ転送の期間で、チャネル１４及びキャッシュ１０６と
の間の同時処理を初期化するだめにＩ）ＡＳＤは与えた
割り込み、又はディレクトリ動作を検出するチャネルの
ミニ走査が行われる。

準（ｓｅｍｉ）同期動作が、アドレスされたＤＡＳＤか
らフルトランクパンファ１１２へ転送されるデータに適
用される。従って、少くとも１個のレコードがバッファ
１１２に記憶されているならば、その記憶されたデータ
はホストプロセッサ１２に対して、チャネル１４へ転送
される。前に読み取られたレコードがチャネル１４へ転
送されている間に、他のレコードがアドレスされたＤＡ
ＳＤからトランクバッファ１１２へ連続して読み取られ
る。常にチャネルへ転送されるべき少くとも１個のレコ
ードがバッファ１１２の中に記憶されている。

準同期動作は５ＥＥＫ又はバッファ読み取り動作のため
に遂行される。準同期動作を開始する前に、修飾ピント
マツプ１１４は、修飾ビットが表示されたトラックのキ
ャッシュ中に存在するか否かを検索する。若し修飾ビッ
トがあれば、ＴＭＤ情報領域１１６が５ＥＥＫ又はＬＯ
ＣＡＴＥＲＥＣＯＲＤチャネルコマンドの実行の間で設
定され、そしてサブシステムストレージの中に保持され
る。ＴＭＤの全体は最初に実行された「読み取り」チャ
ネルコマンドの間で制御メモリ２２０中に再設立され、
そしてバッファ１１２に記憶されているデータか又はレ
コード・スロツｔ−Ｓｎ中のデータが後続の「読み取り
」コマンドの各々のチャネルへ転送されるか否かを決め
るのに用いられる。

補助マイクロプロセッサ２３０．２４０（補助ＪＩＢ）
は最初のレコードのレコード番号Ｒを収容し、そして、
上記の「読み取り」コマンドを含むコマンドのチェーン
の間で、１個以上のトランクがバッファ１１２中に読み
込まれるのを阻止するためにレコード番号を後続するレ
コード番号と比較する。補助ＪＩＢ２３０，２４０はま
だ、レコードの長さがアドレスされたＤＡＳＤに対して
直前のＤＥＦＩＮＥ　　ＥＸＴＥＮＴ　チャネルコマン
ドで与えられた長さとマツチするか否かをテストする。

「セクタのセント」割り込みを、アドレスされたＤＡＳ
Ｄから受け取った時、５ＥＥＫ、またはＬＯＣＡＴＥ　
　ＲＥＣＯＲＤ　　チャネルコマンドのだめのＤＥＶＩ
ＣＥ　　ＥＮＤがチャネル１４を介してホストプロセッ
サ１２へ与えるだめに通知される。

すべてのレコードが、アドレスされたＤＡＳＤからバッ
ファ１１２中ヘステージされる前に、若しチャネル１４
がホストプロセッサへ再接続されれば、動作は準同期動
作で続行する。若し他のチャネル（図示せず）がミニ走
査の間で選択されたとすれば、この動作は準同期になら
ずに完了する。

キャッシュ１００は２つのストレージディレクタ１３０
．１４０の間で均等に分割されている。

ストレージディレクタ１３０はキャッシュの下位半分を
動作し、ストレージディレクタ１４０はキャッシュの上
位半分を動作する。各ストレージディレクタはそのＣＳ
　ＴＡＴ　４共通レジスタ（図示せず）中の″ＳＤ指示
″ビットを調べることによりキャッシュの割り当てを決
める。キャッシュのサイズは手操作の”ストレージサイ
ズのスイッチ”により、Ｇ５５ＣＩＮゼネラルレジスタ
（図示せず）に入れられた標識により決められる。以下
の項目は、他方のストレージディレクタとその半分のキ
ャッシュを考慮に入れずに、各ストレージディレクタ及
びその半分のキャッシュに関係するものである。

キャッシュは、それがストレージディレクタにより最初
に使用可能にされた時、３２にの欠陥領域についてチェ
ックされる。キャッシュが最初に使用可能にされた時、
２つの隣接する無欠陥１メガバイト領域がディレクトリ
領域１６０のために設置される。若し、上述の領域が見
出されなければ、キャッシュは不使用にされる。各スト
レージディレクタのだめのサブシステムストレージの最
初のそして最終のワードはＲＡＳと称される保守プロシ
ージャのために留保される。５ＩＴ１１０は、一対の無
欠陥メガバイトのうちの第１の無欠陥メガバイト領域の
終端部に置かれる。修飾ビットのマツプ１１４は５ＩＴ
１１０の前に割り振られる。従って、各装置の非保存Ｉ
ＣＣ領域１１８は修飾ビットのマツプ１１４の割シ振り
の前に割り撮られる。各ＤＡＳＤのだめのトランク修飾
データ（ＴＭＤ）情報領域１１６は、非保存ＩＣＣ領域
１１８の割り振りの前に割り振られる。ディレクトリ１
６０はサブシステムストレージ１００内の一対の無欠陥
メガバイトストレージ領域のうちの第２のメガバイト領
域の最初で開始するよう設立される。

次に、複数個のバッファ１１２が割り振られ、それらは
第１のＴＭＤテーブル（第８図）の始点、即ち上部から
開始して、キャッシュの開始点即ち最下位アドレスの方
へ向けて割り振られる。最初に割り振られたバッファ１
１２は一対の無欠陥メガバイトの第１のメガバイト領域
中に常に割り振られる。発生されたバッファ配分情報は
ストレージディレクタ１３０，１４０の制菌メモリ中の
テーブル中に維持される。

次に、複数のレコード・スロットＳｎが割り振られ、そ
れらは最後のバッファ１１２が割り振られたアドレスの
あるサブシステムで開始する。キャッシュ１０２，１０
４の開始アドレス即チ、最下位アドレスに到達すると、
割り振りは、キャッシュの下部アドレス即ち最高位アド
レスへ割り振りを折り返し、且つディレクトリ１６０の
最高位アドレスの方ヘアドレスを減少して割り振ること
により続行する。実行サブシステム機能（ＰＥＲＦＯＲ
ＭＳＵＢＳＹＳＴＥＭＦＵＮＣＴＩＯＮ）（ＰＳＦ）開
始チャネルコマンド（後続する沢山の第２サイズＳ２や
第３サイズ８３等を従えた沢山の第１サイズの８１を有
するレコード・スロットの場合を扱う）に定義されたレ
コード・サイズの比率に従って、レコード・スロットが
適量づつ処理され、割り振りがディレクトリの最上位に
達するまで、上記の順序が、繰返される。各レコード・
スロットＳｎが割り振られた時、その対応するディレク
トリ１６０のエントリは割り振られ且つ初期化される。

その後、ディレクトリは割り振られたレコード・Ｓｎの
方向へ、キャッシュ１０２，１０４の中で成長していく
が、レコード・スロットはディレクトリの最上位アドレ
スの方向へ減少するアドレスで割シ振られる。欠陥のあ
る３２に領域に入るすべてのバッファ１１２及びレコー
ド・スロットＳｎは欠陥のマークが付される。すべての
無欠陥レコード・スロットはそのレコード・サイズを自
由リストに記録する。

ＰＳＦコマンドで特定される各レコードサイズに対して
別個のディレクトリＬＲＵリストがある。

ディレクトリのエントリは自由リストからのレコードに
割り撮られ、続いて起るデータ転送が完了した時、活動
中のリストにＭＲＵが作られる。自由ディレクトリ・エ
ントリが無い時は、修正されず且つ開用中でない最初の
ＬＲＵエントリがキャッシュされるレコードのために割
り振られる。若し、「キャッシュのロード禁止」が表示
され、且つ要求されたレコードがキャッシュ１００に記
録されていないとすれば、ディレクトリ・エントリはＭ
ＲＵに記録する代りにリスト上に戻される。

「破棄」チャネルコマンド、又は装置による「減勢」チ
ャネルコマンドを処理している時、ディレクトリ１６０
はアドレスされたＤＡＳＤのだめのすべてのエントリを
無効にするため物理的に走査される。ディレクトリの物
理的走査は、第１のディレクトリ・エントリから始まっ
てディレクトリの終端に向って順番に各エントリを審査
する。

この走査は、他の動作が種々の細いチェーン及びディレ
クトリ、リストの順序を変更するかも知れないから、ア
ドレスされたＤＡＳＤのためのすべてのエン）　ＩＪが
発見されることを保証する。サプシステムがチャネルに
接続されている間は、存在するエントリは動作中にセン
トされ、そして新しいエントリが割り振られ、使用中に
リセットされる。エントリの使用中の漂識はＣＣＢに保
持きれる。与えられた時間内では、ＤＡＳＤに対して唯
一個のエン＋−１）のみが動作する。若し可能ならば、
ディレクトリのエントリとデータ転送と同時にＭＲＵで
行われる。そうでなければ、ディレクトリのエンド１，
１は、チェーン終端処理の間に、ホストプロセッサ１２
へ与えられた後、Ｍ　ＲＵで行われる。

分散索引テーブル（ＳＩＴ）１１０（第３，１図）はＳ
ＩＴワードで構成される。各ＳＩＴワードば７個のＳＩ
Ｔエントリを含む。各ＩＩＴエントリは２個のデータス
トレージバイトであって、若しエントリが無効であれば
、ディレクトリ・エントリのアドレスを含む。アドレス
００００ばＳＩＴエントリのチェーンの終端部を表わす
。

ＳＩＴエントリに混合するために、ストレージディレク
タ１３０はシリンダアドレスＣＣとシリンダ毎のヘッド
数（１５）と乗算し、次に、第１の和を作るために、ヘ
ッドアドレス（）（Ｈ）と乗算の結果とを加算する。こ
こで装置番号に、ＳＩＴワードの合計数の１／１６を乗
算して得たデバイスオフセットを得る。次に、第２の和
を作るために、第１の和にデバイスオフセットを加える
。第２の和をＳＩＴのワード数で割り、その余りがＳＩ
Ｔの始め（最低位アドレス）からのＳＩＴワードのオフ
セットである。ＳＩＴ二ントンドリアドレスレコードの
数を７で割り、それに除余を加えた数である。

チャネルコマンドの組は、ホストプロセッサ１２が現在
のチャネルプログラムの性質に基づいてサブシステム１
０へ情報、及びチャネルプログラムによって指示された
データのブロックの将来の使用の表示を、接続されたホ
ストプロセッサへ転送するＣＣＷを含んでいる。サブシ
ステム１０ば、例えば、キャッシュのデータアクセスで
はなくバッファのデータアクセスになることを示す使用
範囲指定（ＤＥＦＩＮＥ　　ＥＸＴＥＮＴ）コマンドの
ためのパンファサブモードの属性を使うなどにより、そ
の内部アルゴリズムを変更して使用することが出来る。

以下に示す表は本明細書中に用いられた略語を説明する
用語表である。

用語表ＡＩＪ＊ＪＩＢ　　　補助、イクヨプヨセッサＪＩＢＢ
ＡＴ　　　　　　可屈バッファテーブルＣＣＤＡＳＤの
シリンダアドレス（２バイト）ＣＣＢ　　　　　　　キ
ャッシュ制御ブロックＣＣＨＨＤＡＳＤのトラックアド
レス（シリンダ及びヘッド）ＣＣＲチャネルコマンドリトライ（ＩＢＭ文書ＧＡ２２−６９７４−４参照）ＣＣＷ　　
　　　チャネルコマンドワード（同上ＧＡ２２−６９７
４−４参照）ＣＰＵ　　　　　　　中央処理ユニットＣＵ　　　　　
　　制御ユニットＤ　　　　　　　装置、即ちＤＡＳＤ番号又はＤＡＳＤ
アドレスＤ、Ｅ、　　　　　　ディレクトリ・エントリＤＡＳＤ
　　　　　直接アクセスストレージ装置（ディスクユニ
ット）ＤＢＭ　　　　　　欠陥ビットのマツプ（第３．２図参
照）ｆ（ＥＸ　　　　　　　１６進法；１６バイトのス
トレージレジスタ１（ＨＤ　Ａ　Ｓ　Ｄのヘッドアドレス（記録表面）Ｉ
ｌｏ　　　　　　ホストプロセッサの入出力ＩＢＭ　　
　　　　ＩＢＭ社ＩＣＣ内部コマンドチェーン（ＵＳＰ４５３３９５５参照）ＩＣＷ　　　　　　内部コマンドワード（ＵＳＰ４５３
３９５５参照）ＩＭＬ　　　　　　初期化マイクロプログラムのロード
ＩＰＬ　　　　　　初期化プログラムのロードＫ　　　
　　　　　１０００ＬＲＵ　　　　　　最近不使用ＭＢｊ■　　　　　修飾ビットのマツプ（第７図参照）
ＭＲＵ　　　　　　最近使用ＭＶＳ／ＳＰ　　　　多重仮想ストレージ／システムＲ
記録番号ＲＡＳ　　　　　　信頼性、可用性及び保持容易性ＲＣ
Ｖ　　　　　　　受け取りＲＤＱ　　　　　　レコード・アクセス装置を指名する
待ち行列ＲＰＳ　　　　　　回転位置感知（ＤＡＳＤ上の）ＲＷ
Ｔ　　　　　　レコード書き込みテーブル（補助、ＬＩ
Ｂのメモリ）Ｓ／３７０　　　　　ＩＢＭコンピュータのシステム３
７０シリーズＳＬ　、　８２・・・　　ホストプロセッサによりセン
トされたキャッシュ中のレコード・サイズＳＣＰ　　　　　システム制御プログラム（ホストプロ
セッサ１２中の）ＳＩＴ　　　　　　分散索引テーブル（キャッシュアク
セス用）ＴＭＤ　　　　　　　ｌ−ランク修飾データのテーブル
１１６（第８図参照）ＭＰ　　　　　　　マイクロプロセッサＵＳＰ　　　　
　　米国特許ＶＭ／）（ＰＯ仮想マシン／高性能オプションＶＭ／Ｓ
Ｐ　　　　　仮想マシン／システム製品Ｆ。発明の詳細な説明したように、本発明に従った装置は、中央処理装
置とバック記憶装置の間で大量のデータを高速で即時に
交換する必要のあるデータ処理システムにおいて、デー
タアクセス時間を増加することなく、まだデータアクセ
ス時間が短時間であっても良好なデータ保全を達成する
ことが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施した情報処理システムのブロック
図、第２図は本発明に従った周辺サブシステムの方法及
び装置の実施例を説明する図、第３Ａ図は本発明に従っ
て構成されたキャッシュストレージのマツプ、第３Ｂ図
は本発明に従って構成された制御メモリのマツプであっ
て、レコード・スロット配分の再開始テーブルを示す図
、第４図は本発明の良好な実施例に使われる分散索引テ
ーブルのマツプ、第５図は本発明に従ったキャッシュ中
のレコード・スロットの割り振りのマツプ、第６図は本
発明に従ったディレクトリ・エンｌ−ＩＪの様式の表、
第７図は本発明に従った修飾ビットマツプの表、第８図
は本発明に従ったトラック修飾データテーブルの表、第
９図は本発明に従った内部コマンドチェーン収容領域の
構成を示す表、本発明の実施例の初期化動作を説明する
流れ図である。１２・・・ホスト・プロセッサ、１６・・・制Ｎユニッ
ト、２６〜３８・・・ＤＡＳＤ、１００・・・サブシス
テム・ストレージ、１０２．１０４・・・キャッシュデ
ータ領域、１０６，１０８・・・制御データ領域、１３
０゜１４０・・・ストレージディレクタ。出願人　　　インターナシタナノいビジネス・マシーン
ズ・コーポレーション復代理人　弁理士　　澤　　　１
）　　俊　　　夫第１図第８Ａ図第３Ｂ図第４図第５図第１０図第６図第７図第８図第１１Ａ図

Claims

【特許請求の範囲】フロント記憶装置およびバック記憶装置をそれぞれ具備
する複数のサブシステムを有してなる周辺記憶システム
の初期化時間を減少させる装置において、ホストシステムからの初期化コマンドを受け取る手段と
、上記ホストシステムからの初期化コマンドを受け付けた
ことを示す第１の信号を発生する手段と、上記フロント
記憶装置中に索引テーブルを記憶するロケーションを割
り振る第１割り振り手段と、上記フロント記憶装置中に
サブシステム制御構造を記憶するロケーションを割り振
る第２割り振り手段と、上記フロント記憶装置中にトラック・バッファを記憶す
るロケーションを割り振る第３割り振り手段と、上記フロント記憶装置中に予め定められた数のレコード
・スロットを記憶するロケーションを割り振る第４割り
振り手段と、初期化が終了したことを示す第２の信号を発生する手段
とを有する周辺記憶サブシステム初期化時間短縮装置。