JPS62298839A - 障害時に計算機システムを再始動する方法 - 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】 ３、発明の詳細な説明 Ａ、産業上の利用分野 本発明は望ましくない状態から計算機システムを回復す
る方法に関し、具体的には論理ファイルを再構成するた
めの必要性を最小にとどめて計算機システムを再始動す
る方法に関する。

Ｂ、従来技術 大量のデータをインデックスするのにディレクトリのよ
うな論理ファイルを使用する計算機システムでは、停電
もしくは補助メモリの故障のようなシステムの障害によ
って論理ファイルが未知の状態になることがある。この
問題に対する従来の一般的な解決方法はデータから論理
ファイルを再構成するものである。この解決方法は論理
ファイルを再構成するのにすべてのデータを読取らなけ
ればならないのでシステムを動作状態に戻すのに多量の
時間を要する。他の解決方法には″ジャーナリング・ト
ランザクション″の使用がある。この方法はＩ１０動作
に余分な負担を加え、一般にシステムのパホーマンスを
低下させる。

システム上で実行される個々のジョブはジョブ・チェッ
クポイント再始動マーキングを使用して論理ファイルの
更新前に予定の点でジョブを停止している。これによっ
てそのジョブに関連する論理ファイルは常時既知の状態
にある。従って、その特定のジョブに対する論理ファイ
ルの回復は容易である。しかし、オーナによってこの様
にマークされない他のジョブはこのような状態にない。

また、個々のチェックポイント／再始動マークは常に存
在するために、システムの通常の動作における全体のパ
ホーマンスに影響を与えている。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本発明の１的は論理ファイルを再構成する必要性を最小
にするような、システムを障害状態から回復する方法を
与えることにある。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明の回復機構はシステムの障害を修理した後にジョ
ブを再始動し、論理ファイル上の論理境界でジョブの中
断のために自動的にマークし、論理ファイルが既知の状
態になるように機能を更新する。システムの正常な動作
中１回復機構はパホーマンスを劣化させず、また長い論
理ファイル再構成時間を回避できる。

まだデータが失われるに至らなくて、故障が検出された
時には、ハードウェアのステータスを含む作業メモリの
イメージが持久メモリ上に保管される。問題が解決した
後、システムには先ず、オペレーテング・プログラム（
ＩＰＬ・・・・初期プログラム・ロード）がロードされ
、作業メモリが持久メモリから再ロードされる。再ロー
ドされたすべてのジョブはマシン命令境界で割込みを生
じるようにマークされ、処理が開始される。各ジョブが
その境界に達すると、ジョブはそこで停止する。

それは、ジョブの影響を受けるインデックスのような各
論理ファイルが更新され、各論理ファイルがジョブと同
期した状態にあるからである。すべてのジョブが境界に
達するか、予定の時間が経過した後、処理は停止して、
システムにＩＰＬが再ロードされる。システムは命令の
境界で静止するので１回復すべきシステム・インデック
スの数は極くわずかである。境界に達していない若干の
ジョブに関連する論理ファイルは通常のようにして再構
成される。

本発明の他の実施例では、境界で割込みを生じるように
すべてのジョブにマーキングをする手段が与えられる。

システムが“立往生（ｈａｎｇ）”　（ユーザがシステ
ムを制御出来ない、システムの待機状態もしくはループ
状態を示す用語）した時、ジョブはマシン命令境界で割
込みを生じるようにマークされる。すべてのジョブが境
界に達すると、システムの電力が低下される。システム
の電力を低下させることは立往生の実際の原因であった
かも知れない種々の通信ハードウェアの問題の解決に役
立つ。その後のＩＰＬロードによってシステムはインデ
ックスの回復の要なく通常の動作状態になる。

Ｅ、実施例 本発明の自動ジョブ割込み機構を組込んだ計算機システ
ム１０を第１図に示す。システム１０は制御メモリ１４
中に記憶したマイクロコード命令を実行する中央処理ユ
ニット（ＣＰＵ）１２を含む。主メモリ１６がＣＰＵ１
２に接続されていて、データ及び高レベルの命令の高速
アクセスを与えている。ディスク駆動装置のような複数
の直接アクセス・メモリ装置（ＤＡＳＤ）１８．２０及
び２２並びにテープ駆動袋［２４が、ＣＰＵ１２中のチ
ャネル・カード２６にｌ１０（入出力）チャネル２８を
介して結合されている。ＤＡＳＤ１８は通信領域を有す
る予定のセクタを含む内部ディスク駆動装置である。通
信領域はシステムの開始時に使用するメツセージを記憶
するのに使用される。

Ｉ１０チャネルを介してＣＰＵ１２に結合される他の装
置はプリンタ３０及びマイクロプロセッサを基本とする
システム制御アダプタ（ＳＣＡ）３２を含む。５ＣＡ３
２は、コンソール・スイッチ制御機能、ハードウェア診
断開始機能、電力障害警報装置３４を用いた電源モニタ
機能を含むシステム保守機能を制御する独立型プロセッ
サである。仮想アドレス変換装置（ＶＡＴ）３６は主メ
モリ１６を補助直接アクセス・メモリ装置１８−２２に
対応づけるよう、アドレスを変換する。好ましい実施例
では、すべての直接アクセス・メモリ装置はｌ１１１−
一のアドレス範囲によって参照される。

メモリ管理マイクロプログラムがシステム１０によって
行なわれるすべての直接アクセス・メモリのＩ　１０！
ｌ！ｌＩ作を引受ける。ディレクトリはすべての仮想ア
ドレスを直接アクセス・メモリ装置上のホーム位置に関
連付けるのに使用される。もしシステムが停止する時に
ディレクトリが流動状態にあると、ディレクトリを回復
する必要がある。システムが停止した時に正確でなくな
りうる他のデータとして、データ・ベースの論理ファイ
ルがある。これ等の論理ファイルは直接アクセス・メモ
リ装置に記憶される物理データ・ベースについての別の
視点をユーザに与えるものである。論理アアイルは１つ
もしくはそれ以上の物理ファイル上にマツプされ、デー
タのためのフォーマット情報の如き静的定義及びアクセ
ス経路（ユーザに物理ファイルの異なった視点を与える
）を含む。論理ファイルは又キーのインデックスを含む
。本発明の実施例のインデックスは２進木インデツクス
である。各インデックスは少なくとも１論理データ・ペ
ージ（５１２バイト）より成り、キーに至る複数の決定
ノート及び次のインデックス・ページを指示するページ
・ポインタを含む。木構造はメモリ管理ディレクトリ、
データ・ベースの物理／論理ファイル、ユーザ・ファイ
ル、ライブラリ等に使用されている。

メモリ管理は制御メモリ１４及び主メモリ１６からのマ
イクロコードで実行される。制御メモリ１４からのマイ
クロコードは直接中央処理ユニット１２を制御する。こ
れは水平マイクロコード（ＨＭＣ）と呼ばれる。垂直マ
イクロコード（ＶＭＣ）と呼ばれる高レベルのマイクロ
コードはマシン命令セットを実施する。垂直マイクロコ
ードはマシン命令セットと水平マイクロコードとのイン
ターフェイスを与える。マシン命令セットはファイルの
コピー、プログラムの作成及びデータ・−７＝ ベースの管理のような重要な機能を与える。

ＶＭＣコードもしくはより高レベルの命令あるいはその
両方の集まりはタスクと呼ばれる。タスクはタスク指名
待ち行列（Ｔ　Ｄ　Ｑ）を使用してＣＰＵ１２の制御を
受ける。どのタスクがＣＰＵ　１２の制御を獲得する準
備状態にあるかの表示は第９図のタスク指名要素（ＴＤ
Ｅ）９１０の形で待ち行列中に含まれている。ＴＤＥ中
の記述領域９１２はタスクの型、領域９１４は同じ待ち
行列上の次のＴＤＥへのポインタを含んでいる。システ
ム上のすべてのタスクは９１６におけるポインタの使用
によって互に順方向にリンクされる。タスク指名要素中
の他の情報は、タスクを実行する際に用いるためのハー
ドウェア汎用レジスタの値９１８及びどこからタスクを
開始するかを示すＩＡＲ（命令アドレス・レジスタ）の
アドレス値９２０を含む。ジョブはマシン命令を用いる
タスクであり、９２２のジョブ制御ブロックで表わされ
る。

マシン命令は成るジョブの下で実行されるＶＭＣである
。領域９２４に含まれるいくつかのフラグについて以下
説明する。

ユーザ・データの変更及び論理ファイル更新機能を含む
すべてのメモリ管理機能は垂直及び水平マイクロコード
中のマシン命令セット境界の下で生ずる。ジョブはカス
トマのデータ及び論理ファイルを変更するマイクロコー
ドを呼出す唯一のタスクである。成る命令は実行に数秒
から数時間かかる。問題が生じてシステムが早目に停止
する時にはマイクロコードによる論理ファイルの更新が
完了している事はまずない。

常用電源が遮断された時に非常用電源（ＵＰＳ）３８が
システム１０の主要装置に短時間電力を供給する。短か
い常用電源の中断中も、通常の処理が続けられる。次に
タイマが切れ、Ｕ　Ｉ）　８３８が電力の供給を短時間
しか続けられないことを示す。

外部メモリ装置及びプリンタのような装置にはＵＰＳ３
８の電力は供給されない。ＵＰＳ３８はシステムの動作
を続けてすべてのジョブを完了できるようには設計され
ていない。

システム１０はマルチタスク制御を使用する。

タスクをプロセッサ１２にスワップ・イン、スワップ・
アウトするのに使用するタスク指名待ち行列（Ｔ　Ｄ　
Ｑ）は主メモリ中に保持されている。タスク指名要素に
よって表わされるタスクはこの待ち行列上に順序よく並
べられる。待ち行列上の先頭のタスクがプロセッサ１２
の制御を受ける。タスクはユーザがジョブを開始する時
、もしくは他のタスクによって参照される時にＴＤＱ上
に置かれる。もしタスクがメツセージを送受信待ち行列
に送る時には、メツセージが向けられているタスクが呼
び起され、既に主メモリにない場合には主メモリ中に置
かれ、次にその優先順位に依存したＴＤＱＪ二の位置に
霞かれる。次にタスクはプロセッサの制御を獲得し、メ
ツセージを受取る。タスクがどの程度の長さの間プロセ
ッサの制御を獲得するか、もしくはタスクがタスク指名
待ち行列中をどのように移動するかの正確な制御は本発
明の理解と実施には必要でない。マルチタスク制御のさ
らに詳細は１９８３年刊ｒＩＢＭシステム／３８ＩＭＰ
の命令、フォーマット及び機能」発注番号Ｓ　ｃ　２１
−９０３７　（ＩＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ　／３８　ＩＭＰ
Ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ、　　Ｆｏｒｍａｔｓ　ａｎｄ
　Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ、　　１９８３゜ｏｒｄｅｒ　ｎ
ｕｍｂｅｒ　ＳＣ２ｌ−９０３７）に見い出される。

第２図のブロック２１０に示した様に電力の故障が生ず
ると、ブロック２１２で５ＣＡ３２は常用電源故障メツ
セージを送受信待ち行列に転送し、ブロック２１４でＶ
ＭＣＳＣＡ管理タスクがＴＤＱに転送される。成る管理
機能はチャネル・マネジャーによって遂行されるが、実
際にはこれ等の管理機能はＳＣＡ管理機能であるために
、便宜上ＶＭＣＳＣＡマネジャ・タスク２１４によって
実行されるものとして説明する。時によっては、ＶＭＣ
ＳＣＡマネジャーは本発明とは関係のない他の制御機能
と組合されることもあり、チャネル・マネジャーはこの
ような機能を遂行するのに使用できる。ＶＭＣＳＣＡマ
ネジャー・タスク２１４がプロセッサ１２の制御を獲得
すると、タスクはＳＣＡからの常用電源故障メツセージ
を受取り、常用電源故障メツセージを他の送受信待ち行
列に送り、これによりプロセッサの制御の初期ｌｌ− タスクと呼ばれるＵＰＳタスクをブロック２１６で呼出
す。タスクが通信する方法については詳細には説明しな
い。ＶＭＣＳＣＡマネジャーは直接常用電源故障メツセ
ージに基いて動作しない。

ＶＭＣＳＣＡマネジャーはプリンタのパワー・オン、表
示ライト制御、及びＳＣＡへの要求の操作の様な他の機
能を遂行する。

ブロック２１６のＵＰＳタスクは、定期的にＳＣＡをポ
ーリングしてシステムに対する常用電源のステータスを
判断する。ＶＭＣである。もし常用電源が予じめセット
した時間内に回復しない場合には、「常用電源中断Ｊを
表わすマシン・チェック・コード８０９をＨＭＣに送る
ことにより、ブロック２１８でＨＭＣマシン・チェック
・ハンドラを呼出す。これは即時終了命令（ｔｅｒｍｉ
ｎａｔｅｉ＋ｎｍｅｄｉａｔｅ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏ
ｎ）である。ユーザは利用可能なバックアップ電源の容
景に応じて時間の限界を決定する。従って使用される実
際の制限時間はユーザが選択した時間から以下説明する
回復機能を遂行するのに必要な時間の推定値を引いた時
間である。

ＨＭＣマシン・チェック・ハンドラが呼出される他の場
合は、ブロック２２０に示したように初期タスクでＤＡ
ＳＤ　　Ｉｌｏに問題が発生した場合である。ブロック
２２２でＶＭＣ誤り回復プログラムがＤＡＳ’Ｄ　　Ｉ
ｌｏの誤りを回復しようとする。ＤＡＳＤ　　Ｉｌｏを
回復できない場合には、ハードウェアに問題がある。従
ってブロック２２４で８２８，８２９．８２Ａ、８２Ｂ
等のマシン・チェック・コードがブロック２１８のＨＭ
Ｃマシン・チェック・ハンドラに送られる。これ等の即
時終了命令は夫々異なる型のハードウェアの障害に対応
している。

ブロック２１８でマシン・チェックＨＭＣは、ＨＭＣが
最初の即時終了命令を受取ったと生新した時にブロック
２２６で７ＭＣマシン・チェック・ハンドラを見つけ出
す。さらにマシン・チェックＨＭＣはカウンタもしくは
フラグをインクレメントして最初の即時終了命令を受取
ったことを示し、次にブロック２２６のＶＭＣマシン・
チェック・ハンドラレこ制御を渡す。マシン・チェック
・ハンドラＶＭＣはＣＰＵの制御を獲得した時再始動ス
テータスを保管する。ＣＰＵ１２の再始動ステータスは
、このＶＭＣがタスク指名待ち行列上の最初のタスクで
あることを保証し、又システムが再始動した時に開始し
なければならない点を保管することを含む。このコード
は又正しい再始動を保証するのに必要とされるキー・ペ
ージを主メモリに入れる。これ等のキー・ページは主メ
モリ中に存在する時は、釘付けにされる（主メモリを去
ることができない）。キー・ページは、初期設定時にシ
ステムに知らされる固定セクタである、内部ＤＡＳＤ中
の通信領域を含む。このセクタはＶＭＣマシン・チェッ
ク・ハンドラの呼出しを生じたマシン・チェック・コー
ドを含むように更新される。このセクタ中には又主メモ
リのイメージがどこに保管されるかを示すポインタが保
管される。

さらに他の領域も主メモリ中に釘付けにされている。こ
れはＭＩ　ＳＲ領領域呼ばれ、フラグや、ＶＭＣのステ
ータス、時間、Ｖ　Ｍ、　Ｃエンジニアリング・チェン
ジ・レベル、システムの名称及び他の情報を示すフィー
ルドを含む。

再始動ステータスは又制御ブロック及び現在レジスタを
含み、これらは現在ＣＰＵ１２上で実行されているタス
クのためのタスク指名要素中に保管され、システムがど
こから再始動すべきかを示す。フラグも又主メモリ中の
最初のページ中にセットされ、イメージがシステムの回
復のために予定の境界迄利用可能であることが示される
。タスクが使用する１６個の６バイト・レジスタ、タス
ク中で次に実行される命令を示す位置カウンタもしくは
アドレス・レジスタが存在する。タスク指名要素はタス
クがＣＰＵ１２で実行されていない時のレジスタのため
の記憶領域を与える。ＣＰＵ１２で実行されていない他
のタスクはすでにこの情報をタスク指名要素に有する。

この情報は通常、標準の方法でＣＰＵＩ２にタスクをス
ワップ・イン及びスワップ・アウトするのに使用される
。

ブロック２２６のＶＭＣマシン・チェック・ハンドラは
主メモリのイメージを保管するための内部ＤＡＳＤ保管
領域を準備する。この動作はＤＡＳＤ上に異常状態が存
在しないことを保証することを含む。他のタスクは内部
ＤＡＳＤの使用が禁止される。この時点でＶＭＣマシン
・チェック・ハンドラは依然タスク指名待ち行列を介し
てＣＰＵの資源を共有している。ＶＭＣマシン・チェッ
ク・ハンドラがＣＰＵの制御を再び獲得すると、他のタ
スクが制御を獲得するのを禁止する命令を発生する。Ｖ
ＭＣマシン・チェック・ハンドラは次に元のマシン・チ
ェック・コードを用いてブロック２２８でＨＭ　Ｃマシ
ン・チェック・ハンドラを呼出す。このコードは常用電
源故障コード、もしくはＤＡＳＤ故障コードである。

この時、ＨＭＣマシン・チェック・ハンドラはこのコー
ドが２回目のものであり、カウンタがリセットされる事
なく生じたものとして認識する。

このマシン・チェック°コードは他のコードと違ってＶ
ＭＣマシン・チェック・ハンドラによっては処理されな
い。時によってＶＭＣマシン・チェック・ハンドラは他
のコードを解読し、カウンタｉｏ− をリセットすることもできる。この時点で、もはや他の
タスクはＣＰＵの制御を獲得できず、ＶＭＣマシン・チ
ェック・ハンドラはタスク指名待ち行列の最上部に置か
れる。主メモリの変更はなされないので（ＨＭＣは制御
メモリから取出される）主メモリは効果的に凍結される
。

次にＨＭＣマシン・チェック・ハンドラはブロック２３
０で、マシン・チェック・コードを直接５ＣＡ３２に送
り、５ＣＡ３２はこのコードを、主メモリを保管する必
要があることを意味しているものとして解読し、ＳＣＡ
は通常のＤＡＳＤＩｌｏを発生して、ＨＭ　Ｃ主メモリ
保管コードを制御メモリ１４にロードする。次にＣＰＵ
ＩＺ上のＨＭＣ主メモリ保管コードはブロック２３２で
ＤＡＳＤ　　ｌｌｏｔｒ発生して主メモリを内部ＤＡＳ
Ｄ上の予約したセクションにコピーする。ＨＭＣ主メモ
リ保管コードは次にマシン・チェック・コード及び主メ
モリが保管されたことを示すフラグを内部ＤＡＳＤ上の
通信セクタ中に保管する。

主メモリが保管された時、ＨＭＣ主メモリ保管コ−ドは
ブロック２３４で５Ｃ８３２に主メモリの保管に成功し
たことを通知する。

主メモリが成功裡に保管されたことを示す通知を受取っ
た後、５ＣＡ３２は、もしマシン・チェック・コードが
通用電源の遮断を示す８０９である時にはシステムの電
力をオフにする。もしマシン・チェック・コードが８２
８等である時には、システムを停止し、システムの正面
のコンソール・ライトにマシン・チェック・コードを表
示する。

このコードはサービス要員にどこが故障しているかを示
す。

第３図のブロック３１０で示したように、常用電源が復
旧するか、ＤＡＳＤの問題が解決すると、ユーザはブロ
ック３１２でシステムにＩＰＬをロードする。この動作
は、ＤＡＳＤの問題を解決した場合は正面パネル上のロ
ード・ボタン５１２（第５図）を押し、電源がオフであ
った場合には電力オン・ボタン５１４を押すことによっ
て行われる。ＳＣＡはブロック３１６でハードウェアを
検査し、ブロック３１８では、走行時間ＨＭＣをＤＡＳ
Ｄから通常の様にして制御メモリにロードする。そして
ハードウェアをセットアツプして、ＶＭＣ始動コードを
ロードし、ＶＭＣＩＰＬタスクであるタスク指名待ち行
列上の最初のタスクを呼出す。

ブロック３２０でＶＭＣＩＰＬタスクがシステム中のす
べてのＤＡＳＤを始動させる。ＶＭＣＩＰＬタスクはダ
ンプ領域を含む内部ＤＡＳＤ上の通信セクタを検査し、
再ロードすべき主メモリのコピーがあるかどうかを判断
する。次にＶＭＣＩＰＬタスクはマシン・チェック・コ
ード８２３に関する、ブロック３２２のＨＭ　Ｃマシン
・チェック機能を呼出す。

ブロック３２２でＨＭＣマシン・チェック機能は先ずマ
シン・チェック・コード８２３をブロック３２４に示し
たＶＭＣマシン・チェック・ハンドラに渡す。ＶＭＣマ
シン・チェック・ハンドラはＶＭＣ始動コードとともに
主メモリ中にある。

ブロック３２４中でＶＭＣマシン・チェック・ハンドラ
はコード８２３を留めることができないコ一ドとして認
識し、制御をブロック３２２のＨＭＣマシン・チェック
機能に戻す。ブロック３２２のＨＭＣはコード８２３を
ブロック３２６のＳＣＡに渡す。

ＳＣＡはコード８２３を、主メモリに再ロードする特定
のマシン・チェック・コードとして判断する。ＳＣＡは
ブロック３２６でＨＭＣコードを制御メモリにロードす
る。このＨＭＣコードは主メモリのイメージをＤＡＳＤ
に保管したのと同様にしてＤＡＳＤから主メモリにイメ
ージを再ロードする。

ブロック３２８においてＭＭＣＭＣ再ロード−コードＡ
ＳＤ　　Ｉｌｏを発生して、内部ＤＡＳＤの通信領域に
示される内部ＤＡＳＤの予約セクションから主メモリの
コピーを再ロードする。次にＨＭＣ再ロード・コードは
ＳＣＡに対して主メモリが成功裡に再ロードされたこと
を知らせる。

次にＳＣＡはブロック３３０で走行時間ＨＭＣを制御メ
モリにロードする。走行時間ＨＭＣはブロック３３２で
、保管したタスク指名待ち行列上の最初のタスクを指名
する。この最初のタスクは、ＴＤＱの最上部に注意深く
置かれそして電源故障もしくはＤＡＳＤ誤りのための再
始動ステータスを保管したＶＭＣタスクである。

ＶＭＣタスク３３４はタスク指名要素中のアドレス・レ
ジスタで識別されるタスクの動作点で動作を開始する。

ブロック３３４ではＶＭＣ境界タスクを開始し、次のマ
シン命令境界でユーザのジョブを停止する。制御は初期
タスク、即ち電源故障のモニタに戻るＵＰＳタスク、も
しくは故障したＤＡＳＤのＩ１０機能を完了させる様に
再試行するＤＡＳＤ　　Ｉ１０タスクに戻る。

７ＭＣ境界タスクは又システムがブロック４０８（第４
図）に示したように立往生した場合にユーザの直接動作
によっても呼出される。システムの立往生は、例えばユ
ーザが制御に介入できないループ状態もしくは待機状態
によって生ずる。ユーザは第５図のコンソールのロータ
リー・スイッチ５１６もしくは５１８をセットして９Ｃ
をダイアルし、ロード・ボタン５１２を押す（ブロック
４１０）。コンソールは又ＣＲＴ５２０、キーボード５
２２及びユーザにシステムのステータスを伝えるのに有
用な種々のライト５２４を有する。

コンソールは又ＳＣＡに直接アクセスが可能であり、Ｃ
ＰＵ１２をバイパスする事ができる。キーボードもしく
はデータ・エントリ装置もＳＣＡと通信するのに使用で
きる。

９Ｃをダイアルした後ロード・ボタン５１２を押すと、
ブロック４１２（第４図）でＳＣＡはロード・ボタン５
１２が押されたことを検出する。

ＳＣＡはコンソールのスイッチのセット値を読取り、９
Ｃのセットを示すメツセージをＶＭＣＳＣＡマネジャー
に送る。ＶＭＣＳＣＡマネジャはブロック４１４でＳＣ
Ａからユーザ要求を示すメツセージを受取り、ＶＭＣ境
界タスクを開始する。第４図は円の中にＡを含む経路で
第３図に論理的に結合される。

ＶＭＣ境界タスクはタスクのシステム・チェインを介し
て探索し、そして、ＭＭＣが検出しマシン命令境界で割
込みを生じるジョブのタスク指名要素にフラグをセット
する。

ジョブが境界に達すると、この割込みはブロック３３６
でジョブ中のＶＭＣ割込みプログラムを呼出し、タスク
指名待ち行列からジョブを除去し、ジョブのタスク指名
要素中のフラグをセットして、境界に到達したこと及び
タスク指名要素から除去したことを示す。次に待ち行列
上の次のタスクが走行時間ＨＭＣによって指名される。

ジョブが境界に向けて走行中にコンソール上のシステム
・ライト５２４には３ＦＯ５が示され、ユーザに進行中
の事象が示される。

境界タスクは内部クロックに応答して２秒毎に呼び起さ
れ、各ジョブが境界に到達したかどうかが判断される。

もし、割込みプログラムによってセットされた境界到達
フラグがそのジョブ中でオンならば、ジョブは境界に達
している。上述のように、すべてのタスクはポインタに
よって次のタスクにリンクする。境界タスクはこのリン
クを使用して、チェイン中のすべてのタスクを探索する
。

境界タスクは先ず、タスクが各タスク中のタスク−ｚ；
ｉ　− 指名要素中の情報からのジョブであるかどうかを決定す
る。

第９図のタスク指名要素は９１６にリンク情報を、９２
４に上述のフラグを含む。

通常の動作中に実際にタスク指名待ち行列上にあるのは
タスク指名要素である。記述領域９１２で示される様に
タスクがジョブである時には、境界タスクは境界フラグ
を検査してジョブが境界に到達したかどうかを判断する
。境界タスクが、ジョブがまだ境界に達していないこと
を発見すると、さらにタスクがタスク指名待ち行列から
ディスパッチされ処理が続けられる。タスクのチェイン
全体を通して探索が成功したことによって示されるよう
にすべてのジョブが境界に達すると、割込みタスクがＶ
ＭＣ終了マシン・コードを呼出す。このＶＭＣ終了マシ
ン・コードは変更されたすべての主ページをＤＡＳＤ位
置に通常のようにして書込み（ブロック３３８）、メツ
セージを送って、ブロック３４０でＶＭＣＳＣＡマネー
ジャを介してＳＣＡを呼出す。ブロック３４２でＳＣＡ
はシステム・ハードウェアをリセットして、ブロック３
１２−３２０の場合と同様にシステムにＩＰＬを再ロー
ドする。システムはここでタスクをタスク指名待ち行列
上に受入れて通常の動作を行う用意ができる。論理ファ
イルはこれ等がカバーするデータと整合している。それ
は処理中の命令が割込まれたデータ及び論理ファイルの
変更を完了したからである。

第６図は本発明に関連するＶＭＣマシン・チェック・ハ
ンドラ２２６（第２図）中の詳細な流れ図である。ブロ
ック６１２でＨＭＣマシン・チェック・ハンドラのマシ
ン・チェック・フラグもしくはカウンタをセットし、Ｖ
ＭＣマシン・チェック・ハンドラはブロック６１４で始
動する。ＨＭＣマシン・チェック・ハンドラによって受
渡されたマシン・チェック・コードが判断ブロック６１
６中に示した８２３である時には、制御はブロック６１
８に示した様にＨＭＣマシン・チェック・ハンドラに戻
される。それはＶＭＣがこのコートが再ロード主メモリ
・マシン・チェック・コードに関連しない事を認識した
からである。

マシン・チェック・コードが上述の常用電源の故障、も
しくはＤＡＳＤ故障に関連しない時には、判断ブロック
６２０は流れを再試行ブロック６２２に送る。再試行ブ
ロック６２２はマシン・チェック・コードに依存して種
々の誤り回復を行う。

成功した時には、ＭＭＣマシン・チェック・フラグもし
くはカウンタをリセットして、ブロック６２４で制御を
初期タスクに戻す。

マシン・チェック・コードが上述の如く常用電源故障も
しくはＤＡＳＤ故障に関連する時は、判断ブロック６２
０は流れを再始動ステータスを保管するためのブロック
６２６に進める。次にブロック６２８は主メモリのイメ
ージを回復するのに必要なページを検索して釘付けにす
る。

ブロック６３２で動作はＴＤＱのそれ以上のタスクの指
名を停止し、主メモリが保管された時に、そのＶＭＣマ
シン・チェック・ハンドラがＴＤＱ中の最初のタスクで
あるようにする。次にブロック６３４でＨＭＣ主メモリ
保管コードを呼出す。

ジョブをモニタしてＴＤＱがらジョブを除去するための
ＶＭＣ境界タスクの流れを第７図に示す。

ブロック７１２で開始して、ブロック７１４において、
タスクはブロック３３４もしくは４１４がらメツセージ
詮受取り、境界タスクを開始する。

すべてのタスクによってアクセスされるため大域回復フ
ラグをブロック７１６でセットする。タスクのシステム
・チェイン中の最初のタスクがブロック７１８で発見さ
れて、これがジョブであることがわかると（ブロック７
２０）、ブロック７２２でそのジョブのタスク指名要素
（ＴＤＥ）に境界割込みフラグがセットされる。もしこ
のジョブが境界にあると、境界点フラグもセットされる
。

もしこれがジョブでないならば、ブロック７２４におい
て、これがチェイン中の最後のタスクであるかどうかを
判断する。

ブロック７２４でこのタスクがチェイン中の最後のタス
クでないことがわかると、ブロック７２６でチェイン上
の次のタスクが求められ、流れはブロック７２０に戻っ
て次のタスクについて同じ質問がなされる。チェイン上
の最後のタスクがブロック７２４で求まった時は、ブロ
ック７２８で２秒間の待機に入る。タスクのチェインは
ロックされて、探索が完了する迄チェインの変更が禁止
される。

待機（プロセッサ時間で２秒）中は、第８図に関して説
明するように、他のタスクが通常のように実行される。

第７図のブロック７２８で２秒で待機に続いて、タスク
はブロック７３０で解禁され、再びタスクのシステム・
チェインの最初のタスクが始動する。タスクは次に各ジ
ョブが予定の境界に到達したかどうかを判断し、論理フ
ァイルが関連データと同期しているかどうかを知る。ジ
ョブが境界に到達するのに長時間１かかるということが
判明する前に、予定数の待機状態が生ずる。

長時間かけて回復を実行するかわりに、ある論理ファイ
ルは再構築した方が得策と考えられる。

先ず、タスクがブロック７３２で質問されて、タスクが
ジョブであるかどうかが判定される。もしタスクがジョ
ブの場合は、ブロック７３４で質−路− 間され、その境界フラグがオンであるかどうかが判断さ
れる。境界フラグはジョブが予定の境界に達した時に第
８図でセットされる。もし境界フラグがオンでなければ
、すべてのジョブが境界に到達していないので再び待機
ブロック７２８に導入する。もしフラグがオンであるか
、ブロック７３２でタスクがジョブでないことが判明し
、ブロック７３６でタスクがチェイン上の最後のタスク
でないことが判明すると、チェイン上の次のタスクがブ
ロック７３８で見出される。次に流れはブロック７３２
に戻って境界にない他のジョブを探索する。ブロック７
３２乃至７３８によってよってタスクのチェイン全体が
探索され、すべてのジョブが境界に来ると、ＶＭＣマシ
ン終了ルーチンがブロック７４０で呼出される。

第８図で、タスクが境界に達すると、ブロック８１２で
通常の境界割込みが生ずる。ブロック８１４で、内部フ
ラグがセットされていないことが判明すれば、タスクは
ブロック８１６で活動を再開する。もし境界割込みフラ
グがセットされていると、ブロック８１Ｂで内部ＶＭＣ
コードが呼び出され、どのフラグがセットされているか
が判定される。もしすべてのタスクに利用される入城回
復フラグがセットされていなければ（ブロック８２０）
もしくはタスクがジョブでない時には通常の事象の割込
み処理がブロック８２２で生じ、タスクはブロック８２
４で再開する。通常の事象の割込み処理はメツセージの
受信及び他の共通の事象の処理を含む。

ブロック８２０で入城回復フラグがオンであることが判
明するとブロック８２６でＴＤＥ中の境界到達フラグが
セットされる。次にジョブはブロック８３０でＴＤＱか
ら除去される。次のタスクはブロック８３０でＴＤＱか
ら指名される。境界に到達する次のタスクは再びブロッ
ク８１２で開始する。

Ｆ１発明の効果 本発明に従い、論理ファイルを再構成する必要が最小な
、システムを故障状態から回復する方法が与えられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を使用できる計算機システムを例示する
ブロック図である。第２図は主メモリのイメージの保管
を行なうタスクの流れ図である。 第３図は第２図の主メモリのイメージの保管に続く計算
機システムの再始動を行なうタスクの流れ主 図である。第４図はシステム立柱Ｙの場合のタス図及び
第３図のマシン・チェック・ハンドラの流れ図である。 第７図は第３図の境界タスクの流れ図である。第８図は
境界における割込みに続くジョブの流れ図である。第９
図は各タスクに関連するタスク指名要素のブロック図で
ある。 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 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名） 言オ算オ曵シ人フム ′ニア　　１　　図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 データに関連するディレクトリ、主メモリ領域、及び持
   久メモリ領域を有し、ジョブを実行する計算機システム
   を障害発生の際に再始動する方法において、 （ａ）障害を検出することと、 （ｂ）障害の検出に応答して主メモリ領域のイメージを
   持久メモリ領域に保管することと、 （ｃ）障害を修理することと、 （ｄ）障害の修理後、上記保管されたイメージを主メモ
   リに再ロードすることと、 （ｅ）予定のシステム境界で割込むためにジョブにマー
   クすることと、 （ｆ）ジョブを予定の時間実行してジョブを上記予定の
   システム境界に到達させて上記ディレクトリを既知の状
   態にすることを含む、 障害時に計算機システムを再始動する方法。