JPS6272051A - 多重プロセツサ・システム中の多重同時処理制御方法 - 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】 以下の順序で本発明を説明する。

Δ、産業上の利用分野 Ｂ、従来の技術 Ｃ９発明が解決しようとする問題点 り０問題点を解釈するための手段 Ｅ、実施例 Ｅｌ、相互接続さ九た階層記憶管理プログラムＩＨ５Ｍ
（第１Ａ図） Ｅ２．ＩＨＳＭの理論配列 Ｅ３．作業の流れ Ｅ４．記憶空間もしくは定義域（第１Ｂ図）Ｅ５．集中
的要求へのサービス Ｅ６．待ち行列データ・セントＱＤＳ　（第２Ａ、Ｂ図
） Ｅ　７　、　？ｒ？理作業要素ＭＷＥ Ｅ８．交互介在非同期待ち行列 Ｅ９．管理作業要素の待ち行列化 Ｅｌｏ、初期設定処理（第３．４，５図）ＥＩＯ−１，
作業ノード−初期設定（第６．７図） ＥＩＯ−２，記憶ノード−初期設定（第８．９図） Ｅ１１０作業ノード−管理作業要素検索（第１０．１１
図） Ｅ１２０作業ノード−管理作業要素完成（第１２．１３
図） Ｅ１３．記憶ノード−予定作業の検索（第１４゜１５図
） Ｅ１４．記憶ノード−管理作業要素の完成（第１６．１
７図） Ｆ３発明の効果 Ａ、産業上の利用分野 本発明はデータ処理環境におけるデータ記憶空間の機械
管理に関する。

Ｂ、従来技術 この分野の参考文献として次のものがある。

（１）特開昭６０−１４７８５５号公報（２）ＩＢＭ刊
行物：ＧＨ３５−０００７−６ｒＱＳ／ＶＳ２多ｔｌ仮
想記憶装置階層記憶管理プログラムニ一般情報Ｊ　　（
１ｌＯ８／ＶＳ　２　　ＭＶＳｌ＋１ｅｒａｒｃｈｉｃ
ａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｍａｎａｇｅｒ：　Ｇｅｎｅｒ
ａｌＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ”　）プログラム番号５７
４０−ＸＲＢ、１９８０ （３）ＩＢＭ刊行物：５Ｈ−００２３−１ｒＯ３／ＶＳ
２多重仮、想記憶装置階層記憶管理プログラム・システ
ムのプログラマの参考及び作業案内」　（“ＯＳ　／　
Ｖ　Ｓ　２　　Ｍ　Ｖ　Ｓ　　Ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａ
ｌＳｔｏｒａｇｅ　Ｍａｎａｇｅｒ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐ
ｒｏｇｒａｍｍｅｒ’５Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　ａｎｄ　
０ｐｅｒａｔｉｏｎｓ　Ｇｕｉｄｅ”　）プログラム番
号５７４０−ＸＲＢ、１９７８ （４）ＩＢＭ刊行物：５Ｈ−００２４−１ｒＯ３／ＶＳ
２多事仮想記憶装置階層記憶プログラム：ユーザ案内」
（○Ｓ／ＶＳ２　　ＭＶＳ Ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｍａｎａ
ｇｅｒ　：　Ｕｓｅｒ’ｓ　Ｇｕｉｄｅ”　）さて、複
雑なデータ処理設備ではホスト・プロセッサは一般に比
較的多数の周辺データ記憶装置を有し、ホスト・プロセ
ッサの動作に関連して使用するデータを記憶している。

データ記憶装置の使用効率を増大するために、種々レベ
ルの優先順位がこれらの周辺記ｔα装置に割振られてい
る。一群の高パフォーマンス・データ記ｔα装置は１次
メモリと呼ばれ、ホスト・プロセッサによって、計算機
のユーザ及びオペレーティング・システムが最もしばし
ばアクセスするデータを記憶するのに使用されている。

この様な１次メモリは高パフォーマンスで高価である。

データ記憶装置の第２の群は２次メモリと呼ばれ、低い
優先順位のデータを、この様なデータが１次メモリに昇
格されるか、より低いメモリ階層のレベルにマイグレー
ト（移送）する迄保持している。

マイグレートという用語は相対的に高速アクセス高コス
ト周辺データ記憶装置から低速アクセス低コスト周辺デ
ータ記憶装置Ｉ（、へのデータの移動を意味する。マイ
グレーＩ・されるデータは使用頻度が低く、従って１バ
イト当りの記憶コストが低い。

低パフォーマンス・データ記憶装置にデモ−１〜（降格
）されるデータである。逆の動作「リコール」では、ホ
スト・プロセッサによって処理されるためにデータはア
クセスされた時に高パフォーマンスの高コスト装置に移
動される。そのようなリコールはまた。「データ・プロ
モーション」としても知られている。マイグレート及び
リコールは遂行されるタスクに関連してデータ記憶空間
の利用を最適化するためにホスト計算機システムによっ
て遂行される２つの機能である。この様な最適化は記憶
したデータを組織化するために周辺データ記憶装置の管
理を必要とする。

データはマイグレートされる時、再フォ−マツト化され
、圧縮されてマイグレーション・データ記憶装置の空間
に保持される。このマイグレーションは又マイグレート
されたデータ・セットの断片化を解消する。データがリ
コールされる時、データはその非圧縮形に復元される。

「バックアップ」及び「復元」はデータ処理装置で遂行
される２つの追加的な機能である。１つの記憶媒体中に
存在するデータはシステムの故障もしくはユーザによる
論理的誤りの場合の支援として第２の、より安価な記憶
媒体にしばしばコピーされる１代表的には、この様なバ
ックアップ媒体は安全な場所に保管される磁気テープで
ある。

システムのデータ記憶装置上に記憶したデータを破壊す
るシステムの故障もしくはユーザによる論理誤りが生じ
た場合は、バックアップ・テープを「復元Ｊ処理中に記
憶装置に再ロートする。バックアップ動作のためには他
の媒体も適宜使用される。

大きなデータ処理装置では一般に「アクセス方法」とし
て知られた形のシステム・ソフトウェアを使用して、ホ
スト・プロセッサによって実行されるタスクによる周辺
データ記憶装置へのアクサスを制御している１代表的な
場合（ＩＢＭによる仮想順次アクセス管理プログラム−
ＶｉｒｔａａｌＳｅｑｕｅｎｔｉａｌ　Ａｃｃｅｓｓ　
Ｍａｎａｇｅｒ　ｂｙ　ＩＩＩＩＭ　Ｃｏｒｐｏｒａｔ
ｉｏｎ−ＶＳΔＭ）の場合には、「ユーザ（Ｕｓｅｒ）
　Ｊとして知られた各タスクは周辺データ記憶装置に記
憶するために成る領域が割振られる。この様な記憶領域
の割振りと割振り解消の副作用が断片化である。

データの断片化は［アクセス方法Ｊによって記憶空間が
多数回にわたって順次割振られ、割振りが解消された結
果として、データの多くの小さな断片が記憶装置上に分
散した時に生ずる。

データ・セットの断片化が生じた時、データは記憶され
るが、多数の未使用の記憶空間が残り、その多くは比較
的小さい。この結果、データ・セットへのアクセスが非
効率的になり、ホスト・プロセッサのデータ記憶のため
の周辺記憶ロケーションの割振り能力が減少する。それ
は利用可能な空間が小さすぎてデータが記憶出来ないか
らである。従って、断片化は利用可能な空間を減少する
ので周辺データ記憶空間の効率を減少し、記憶したデー
タへのアクセス時間を増大する。データ・セットの断片
化はアクセス時間を増大し、所与のデータ記憶装置上の
空間の使用が非効率的になるだけでなく、装置が磁気デ
ィスクである場合には。

「ヘッド・スラッシング」　（読取り／書込みへツな機
能の中には装置に記憶したデータ・セットの断片化した
ものを定期的に解消して、データ・セットの多くの小領
域を連続した比較的大きな記憶領域に結合して、全体の
システムの効率を改善する事が含まれる。

前述の文献中に説明があるプログラム［階層記憶管理プ
ログラム（Ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ
Ｍａｎａｇｅｒ　（ＨＳ　Ｍ）　）　Ｊがホスト・プロ
セッサの上述の機能を遂行する。８３Ｍはデータ処理設
備のオペレータが指示した階層に従って種々の周辺デー
タ記憶装置を管理するため、ホスト・プロセッサで連続
的に実行するプログラムである。例えばＨ５Ｍは種々の
直接アクセス記憶装置、ＩＢＭ３８５０大容址記憶装置
の様な大要址記憶装置及び磁気テープ・データ記録機中
のデータ記憶空間を管理する。

Ｈ５Ｍには、種々のレベルの周辺データ記憶空間が与え
られている。１次記憶装置と呼ばれる１組のデータ記憶
装置ｄはホスト・プロセッサで実行する種々のアプリケ
ーション・プログラムが必要なデータをアクセスするデ
ータ記憶空間である。

Ｈ３Ｍプログラムは移送と昇格によって１次データ記憶
空間の使用を最適化する。８３Ｍでは、いくつかの制御
データ・セットがホスト・プロセッサによって使用され
る。多重プロセッサ設備では、この様な制御データ・セ
ットは種々の周辺データ記憶装置の管理のため、及び種
々の周辺データ記憶装置に関するホスト・プロセッサの
動作を調整するための制御機能を直列化する。

８３Ｍプログラム中の複数の「ユーザ出口」はＨＳ　Ｍ
によるホスト計算機の動作を容易にし、その機能を有効
に管理する。さらに、これ等のユーザ出口はＨＳＭ内の
ロケーションであり、これらのロケーションから外部シ
ステム・ソフトウェアがアクセス出来る。さらに一群の
データ記憶装置が８３Ｍの制御の外部に存在し、従って
これらの記憶装置は）（ＳＭでは自動的に管理もしくは
制御さ才しない、この様なデータ記憶装置はＶＳＡＭの
様な従来のアクセス技術によってアクセスされ続け、Ｈ
ＳＭの自動的動作によっては影響を受けない。しかしな
がらオペレータの制御の下では、８５Ｍはこれ等の装置
を介して有効な制御を与えれられ、他の周辺データ記憶
装置と同様にユーザ・データの記憶を管理出来る。

８５Ｍは同様に多重プロセッサ複合システムの周辺デー
タ記憶装置を制御する能力をもち、多重ホスト環境のホ
スト・プロセッサの１つもしくは２以上と同時に及び独
立してデータ記憶ボリュームの管理プログラムを実行出
来る。このＨ５Ｍ環境の下で、実行される管理機能の調
整のために、共通のデータ・セットがホスト・プロセッ
サにより共有されていた。しかしながら、これらの制御
機能はＨＳ　Ｍの標準の単一プロセッサの実行に追加さ
れたものであった。

複数の周辺データ記憶装置を同時に重なり合ってアクセ
ス出来る数台のホスト・プロセッサの動作を調整するた
めにＨＳＭが生成し保持する共通のデータ・セットは［
制御データ・セット」であった。制御データ・セットは
多重プロセッサ複合システムのすへてのホスト・プロセ
ッサによって共通にアクセス可能な周辺データ記憶装置
に存在していた。そして、データ記憶ボリュームを求め
てホスト・プロセッサ間に競合がある時は、この競合は
ロック・アウトされたホスト・プロセッサに別のボリウ
ムを選択させる事によって解決される。成るホスト・プ
ロセッサのリコール・タスクが、現在他のホスト・プロ
セッサの他のマイクレージョン・タスクが使用している
マイグレーション・ボリュームを必要とする時は、その
リコールを求めているホスト・プロセッサは他のホスト
・プロセッサに対してそのボリュームを求めてリコール
・タスクが待っている事を通知する。すると、このボリ
ュームに対してアクセス権を持っていたホスト・プロセ
ッサのマイグレーション・タスクは、リコール・タスク
にこのボリュームを解放し、他のターゲットのマイグレ
ーション・ボリュームを選択してマイクレージョン動作
を続ける。多重プロセッサ環境では８５Ｍの多くのコピ
ーが複合システム中のプロセッサの各々で同時に非同期
的に実行ぎわでいる。この制御過程には本来的な（ｉｎ
ｈｅｒｅｎｔ）　Ｆ１ａ”Ｍｉはなく、制御される周辺
データ記憶装置の本来的な一致はない、従って、８８Ｍ
プログラムの実行コピーの各々を並列的に設置によって
しか、定義域をオーバラップさせる事ができない。

この様な並列処理システムが８８Ｍの多重同時実行の際
の競合を避ける事を保証するために、複合システム内の
トＩ　Ｓ　Ｍのすへてのコピーはすべてのプロセッサに
共通なアクセス可能な制御データ・セットを使用する様
に指示されていた。データ・セットのレベルで、このデ
ータ・セットはいくつかのＨ３Ｍプログラムの任意の１
つによる更新アクセス中にロックされ、従って多重プロ
セッサ複合システムで実行されるＨＳＭのすべてのコピ
ーの間に調整的リンクが形成された。

従って共通の制御データ・セットを使用する結果として
すべての８５Ｍの処理は動作を行うためにデータ・セッ
トの制御が終るのを待つ必要がある。なぜなら、多重プ
ロセッサ複合システム中で実行中のＨＳＭのコピーの任
意の１つによる更新アクセス中に、すべての他のコピー
はそのデータ・セットへのアクセスを待機しなければな
らないからである。この制御データ・セットへのアクセ
スの直列化は多重マルチプレクサ環境中のＨＳＭの動作
に遅延を生ずるが、従来はシステム内の個別のＨ５Ｍプ
ログラムの活動を調整する必要かあったために、このこ
とは不可避であった。さらに１１８Ｍ下の多重プロセッ
サの動作は、常時全マルチプレクサ複合システムにとっ
て真に大域的な周辺データ記憶装置を有していなかった
。１つのホスト・プロセッサに独占的に利用可能なボリ
ューム−Ｌのデータは、そのデータを他のボリュームに
移を助させる！Ｉｒによらないでは他のホスト・プロセ
ッサによって利用可能とはならなかった。成る場合には
、この方法は非効率的であった。

従来技術において複数のホスト・プロセッサで実行され
る多重非同期処理を制御及び調整するための尽力がなさ
れている。通常、この様な尽力は種々の処理間の優先順
位を有する成る種の実行順序指定、もしくはデータ記憶
装置にアクセスを求める複数の処理の動作量の衝突の検
出もしくは回避に関与している。

米国特許第４１１８７７１号は工作機械の制御のための
数値制御システムを開示している。この特許では２つの
プロセッサが同時に非同期的に動作して共に機械の成る
部品を位置決めし、工具の作業を制御している。これ等
の活動は案内され、それらのプロセッサは共通の信号バ
スを介して相互接続されている＠２つのプロセッサは共
通のランダム・アクセス・メモリだけでなく、キーボー
ド、表示装置及びテープ駆動装置の様な周辺装置を共有
している。

米国特許第４４１３３１８号は多重プロセス機械の処理
を一義的に固定するノードを使用する技術を開示してい
る。この特許の多重プロセッサ環境では、任意のプロセ
ッサはタスクを全システムのノー１−もしくはサブノー
ドに割当て、他のプロセッサとデータ・バスを介して通
信している。この特許のシステムでは各プロセッサ（１
次ノード）は１つもしくは複数のサブノードを有し、サ
ブノードの各々は１つのもしくは複数個の処理（タスク
）を含む。ノードはすへての１次ノードによってアクセ
ス可能なシステム・メモリの記憶されているノード・ア
ドレス表を参照してアドレスされる。ノード・アドレス
表はサブノード内の各処理のための複数の処理アドレス
表より成り、その関連処理へのアクセスを制御するロッ
ク制御ブロックと結合されている。

米国特許第４４４５１９７号は「送信権要求解決」（ｂ
ｉｄ　ｒｅｓｏｌｕｔｉｏｎ）による複数の同時的非同
期的競合の解決方法を開示している。このシステムでは
、計算システム中の特定の共有リソースにアクセスする
必要のある処理は送信権要求と似た信号を共通の送信権
要求解決回路に向けて発生している。発生した処理は送
信権要求解決回路を待つ。この回路は送（ｉ権要求に肯
定応答を与え所定のプロセッサが所望のリソースにアク
セス出来る様にするゆ 最後に、多重プロセッサのデータ処理環境で種々のシス
テムが補助的ジョブ管理、データ管理、並びにジョブの
流れの制御、タスクの発注及びスプーリング等のタスク
管理機能に使用されている。

これらのシステムの中にはＨＡＳＰ、ＨＡＳＰＩｒ、Ｊ
ＥＳ２及びＪＥＳ３があり、すべてＩＢＭプロセッサと
共に働いて補助システム管理機能を果している。

ここで、以下で使用される用語を説明しておこう。

自動バックアップ：　８３Ｍにおいて、１次ボリウムも
しくは移送ボリュームから、指定されたバックアップ・
サイクル中にバックアップ・ボリュームへの適格なデー
タ・セットを自動的にコピーする処理。

自動マイグレーション：　Ｈ８Ｍでシステムの決定によ
り１次ボリュームから移送レベル１ボリユームへ、もし
くは移送レベル１ボリユームから移送レベル２ボリユー
ムへ適格なデータ・セットを自動的に移動する処理。

バックアップ：　８３Ｍにおいて、１次ボリューム、レ
ベル１ボリユームもしくは、８３Ｍによって管理されな
いボリュームに存在するデータ・セットをバックアップ
・ボリュームにコピーする処理。

バックアップ制御データセットニ一種のＶＳＡＭ（仮想
記憶アクセス方式）において、データ・セットのバック
アップ版、バンクアンプ・ボリューム及び８３Ｍのバッ
クアンプ機能の制御の下にあるボリュー１１に関する情
報を含むキイ順データ・セット。

バックアップ・ボリューム：データ・セットのバンクア
ップ版が書込まれるＨ　Ｓ　Ｍが所有するボリューム。

ＤＡＳＤ（直接アクセス記憶装置）：アクセス時間がデ
ータの位置に依存しない効率的な記憶装置。

データ・セット削除：　ＨＳ　Ｍで、指定した日数の間
参照されなかった期限切れのデータ・セットを削除する
空間管理技術。

データ・セット回収：　８３Ｍで指定した日数の間参照
されないデータ・セットを削除するが、バックアップ版
は保持する空間管理技術。

レベルＯボリューム：１次ボリューム即チＨ８Ｍによっ
て管理されないユーザ・ボリューム。

レベル１ボリユームニレベル０のボリュームから移送さ
れるデータ・セットを含む、８８Ｍによって管理される
ボリューム。

レベル２ボリユームニレベル０もしくはレベル１ボリユ
ームからマイグレートされるデータ・セットを含む、８
５Ｍの制御下にあるボリューム。

管理空間：記憶ノード及び１及至複数のノードに共通に
アクセス可能であり、そこから８５Ｍがデータ・セット
を移送し、バックアップし、そこ八Ｈ３Ｍがデータ・セ
ットを昇格（リコール）及び復元させる一組のボリュー
ム上の記憶空間。

マイグレーション（移行）：１次ボリュームからマイグ
レーションレベル１もしくはマイグレーション・レベル
２ボリユームへ、移送レベル１ボリユームからマイグレ
ーション・レベル２ボリユーｔ１へ、もしくはＩ−（Ｓ
　Ｍによって管理されていないボリュームから移送レベ
ル１もしくは移送レベル２ボリユームへカタログ式デー
タ・セットを移動させる処理。

マイクレージョン制御セット：統計レコード、制御レコ
ード、ユーザ・レコード、マイグレートされたデータ・
セットのためのレコード及び８５Ｍのマイグレーション
制御の下にあるボリュームのためのレコードを含むＶＳ
ＡＭキー順データ・セット。

移送ボリューム：マイグレートされたデータ・セットを
含むＨ３Ｍ管理ボリューム。

ＭＳＳ：ＩＢＭ社製の３８５０大容量記憶システム。

非Ｈ３Ｍ管理ボリューム：ユーザが直接アクセスされる
データ・セットを含む、８５Ｍに対して定義されていな
いボリューム。

オフライン制御データ・セット。）（ＳＭで、テープ・
バックアップ・ボリュームに関する情報を含むＶＳＡＭ
キー順データ・セット。

所有空間：　ＨＳＭが移送データ・セット及びバンクア
ップ版を割振る事が出来るが、ユーザ・ジョブは割振る
事が出来ない一組のボリューム上の記憶空間。

１次ボリューム：ユーザが直接アクセス可能であるデー
タ・セットを含む、８３Ｍによって管理されるボリュー
ム。

昇格（リコール）：マイグレートされたデータ・セット
をレベル１もしくはレベル２からレベル１ボリユームへ
移動させる処理。

復元：　８３Ｍでバックアップ・ボリュームからデータ
・セットのバックアップ版を指定したボリュームへもし
くはバックアップ版を発生したボリュームにコピーする
指令処理。

記憶階層：データを記憶させるためのコスト記憶出来る
データの址そしてデータをアクセスする速度が異なる。

ＨＳＭが管理する記憶装置。

用語については、さらにＩＢＭ社の刊行物二〇Ｃ２０−
１６９９−６−ｒデータ処理、遠隔通イ８及びオフィス
・システムのための用語集」１９８１年版（”Ｖｏｃａ
ｂｕｌａｒｙ　ｆｏｒ　Ｄａｔａ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎ
ｇ。

Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ、　ａｎｄ　０
ｆｆｉｃｅ　ＳｙｓｔｅＩｇ”、　１９８１）を参照さ
れたい。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本発明の目的は、多重プロセッサ計算機システムに関連
する複数の大容量記憶ボリュームを管理するシステム及
び方法を提供することにある。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明によれば、データ記憶ボリュームの共用性が多重
プロセッサ・システム中のプロセッサの１つを記憶ノー
ドとして指定し、残りのプロセッサを１作業ノードに指
定する事によって強化する。

作業ノードがそのホスト・プロセッサ内で実行している
処理から発生したサービス要求を認識し。

記憶ノードがそのサービスを遂行する。

認識されたサービス要求は、作業ノードによって共通に
アクセス可能な記憶媒体に転送される。

記憶ノードは共通にアクセス可能な記憶媒体からサービ
ス要求を検索し、要求されたサービスを遂行する。要求
されたサービスが遂行されると、記憶ノードは完成の通
知を作業ノードに転送する。

従って、作業ノード及び記憶ノード間のすべての通信は
共通にアクセス可能な記憶媒体を介して進行する。

本発明に従えば、データ記憶空間は１）１次のデータ記
憶ボリュームから２次のデータ記憶ボリュームへのデー
タの降格即ちマイグレーション、２）この様な２次デー
タ記憶ボリュームからの昇格即ちリコール３）１次もし
くは２次ボリュームからのデータのバックアップ及び４
）バックアップ・ボリュームから１次及び２次記憶ボリ
ュームへのデータ復元を含む自動的及び明示的指令によ
って管理される。

Ｅ、実施例 図面において、同一番号は同一部品及び構造上の特徴を
示す０本発明は種々の型及び能力を有する比較的多数の
周辺データ記憶装置を有する多重ホスト・プロセッサ・
データ処理環境で実施されるものとして説明されるが、
本発明は少数の周辺データ記憶装置を有する単一のホス
ト・プロセッサ環境でも同じ様に実施出来る０本発明の
説明は部分的に上述の参考文献に基づく、これ等の文献
は本発明と共に使用する時に有利に働く多くのリコール
・マイグレーション及び他のデータ記憶管理機能を与え
る現在のプログラムを説明している。

Ｅｌ、相互接続された階造記憶管理プログラムＩ　Ｓ　
Ｍ 階層記憶管理プログラム（８５Ｍ）は上述の様にホスト
・プロセッサで連続して実行され、データ処理システム
のオペレータによって、指定出来る階層に従って種々の
周辺データ記憶装置を管理する。Ｈ８Ｍでは多重プロセ
ッサ・システム中の各プロセッサは移送されたデータ・
セット及びバックアップ・データ・セットを含む周辺デ
ータ記憶装置にアクセスする。本発明に従う相互接続階
層記憶管理プログラム（ＩＨ８Ｍ）においては、第１図
に示したようなマイグレートされたデータ・セラ１へ及
びバックアップ・データ・セットを含むすべての周辺デ
ータ記憶装置の管理する制御がシステムの１つのノード
に集中し、とのノードとシステム中の残りのノードの各
４間のすべての通信が単一の記憶媒体１００を介して行
われる。これ等の周辺データ記憶装置を制御するノード
は従来のＨ９Ｍプロトコールを使用して制御を行う。従
って１８３Ｍは従来のＨ３Ｍシステムと多重プロセッサ
・システムのすべての従来のＨ３Ｍ機能をシステム中の
単一ノードによって遂行出来る様にした、８５Ｍより上
位の制御層との組合せであると考える事が出来る。

１８３Ｍは第１Ａ図の多重プロセッサ・システム１５の
様な多重プロセッサ複合システム中で動作する。多重プ
ロセッサ・システム１５は４つの中央処理ユニット、Ｃ
ＰＵ２００．ＣＰＵ２１０、ＣＰＵ２２０及びＣＰＵ２
３０　（夫々ＣＰＵＡ、Ｂ、Ｃ及びＤ）より成る。さら
に、システム１５はＤＡＳＤＩＩＯ１ＤＡＳＤ１２０．
ＤＡＳＤＩ３０、ＤＡＳＤ１４０及びＤＡＳＤ１５０で
示した１次ボリューム並びに移送空間の２次ボリューム
１６０，１７０．１７５並びにバッファツク空間６６中
の複数のバッファツク・ボリュームを含む、バックアッ
プ・ボリュームは取外し可能な非発揮性ボリュームとし
て定義される。空間６０．６３、及び６６については後
に説明する。１次ボリュームは直接アクセスが可能で、
最高の速度を有し１通常記憶単位当りのコストが最高で
あるボリュームである。２次ボリュームは通常１次ボリ
ュームよりも遅速で安価である。

ＣＰＵ２００．２１０．２２０．２３０は種々の方法で
複数の直接アクセス記憶表Ｍ　（ＤＡＳＤ）を相互接続
し、連絡する。例えば、システム１５中ではＣＰＵ２０
０は３つの１次ＤＡＳＤ：　ＤＡＳｔ）１００．ＤＡＳ
ＤＩＩＯ，ＤＡＳＤ１２０と連絡する。　同じ＜、ＣＰ
Ｕ２１０は４つのＤＡＳＤ：ＤＡＳＤｌｏｏ、ＤＡＳＤ
１２０．ＤＡＳＤ１３０及びＤＡＳＤ１４（’ｌと接続
している。ｃｐＵ２２０は唯２つの１次ＤＡＳＤ：ＤＡ
ＳＤ１００及びＤＡＳＤ１４０と接続している。最後に
、ＣＰＵ２３０は２つの１次ＤＡＳＤ：ＤＡＳＤＩ００
及びＤＡＳＤ１５０並びに多数の２次ボリュームと接続
している。２次ボリュームの一部はＤＡＳＤで、一部は
大容量記憶システム（ＭＳＳ）。

テープもしくは類似の装置である。ＤＡＳＤ／ＭＳＳ１
６０はＣＰＵ２３０と接続した２次ボリュームの例であ
る。

システム１５において、ＣＰＵ及びＤＡＳＤ間の接続の
相互関係は成る共有記憶の関係を生ずる。

ＣＰＵ２００はＣＰＵ２３０と１次ＤＡＳＤＩＩＯを共
用する。従って１次ＤＡＳＤＩＩＯに存在する情報は（
同時ではないが）ＣＰＵ２００及びＣＰＵ２０によって
アクセス可能である。同じ様に、ＤＡＳＤ１２０はＣＰ
Ｕ２２０及びＣＰＵ２１０で共用される。１次ＤＡＳＤ
１４０はＣＰＵ２００及びＣＰＵ２１０で共用され、１
次ＤＡＳＤ１００すべてのＣＰＵ：ＣＰＵ２ｏＯ１２１
０，２０，２３０によって共用される。１次ＤＡＳＤ１
３０はＣＰＵ２１０によって独占的にアクセスされ、Ｄ
ＡＳＤ１５０はＣＰＵ２３０によって独占的にアクセス
される。

ＣＰＵとその関連直接アクセス記憶装置との関係のため
に、システムの共用要素が、システム１５内のすべてＣ
ＰＵの間で情報を伝送し得る。この共用要素は１次ＤＡ
ＳＤ１００に存在し、すべてのＣＰＵがアクセス可能な
待ち行列データ・セット（ＱＤＳ）１０である。待ち行
列データ・セット１０は多重プロセッサ・システム１５
中のすべてのプロセッサによって種々の時間に、書込み
もしくは読取りがなされる。１次ＤＡＳＤ１００中のＱ
ＤＳＩＯ以外の、システム１５内のＤＡＳＤはすべての
ＣＰＵにとってアクセス可能ではなく、従って他のＤＡ
ＳＤのどれも汎用通信媒体として働かない。

ＣＰＵ２３０も１次ＤＡＳＤ１５０に独占的にアクセス
出来る。ＩＨ３Ｍが種々の制御データ・セットを組立て
て、保持するのはこのＤＡＳＤＩ５０である。さらにＣ
ＰＵ２３０だけがＨ８Ｍ所有空間６０中のＤＡＳＤもし
くは大容量記憶装置の２次ボＩＪＩ−ム（２°ＶＯＬＳ
）１６０．２次テープ・ボリューム１７５及び他のＤＡ
ＳＤもしくは大容量記憶装置の２次ボリューム１７０を
含む種々の他の記憶装置にアクセス出来、これを制御出
来る。さらに、テープ１８５、バックアップＤＡＤＳ／
ＭＳＳ１８０、スピル（こぼれ）ボリューム及びスピル
・バックアップＤＡＳＤ／ＭＳＳ１９０の様なすべてバ
ックアップ・スペース６６中にある記憶装置がＣＰＵ２
３０によって一意的にアクセスされ、制御出来る。従っ
てＣＰＵ２３０は情報のマイグレーション・バックアッ
プ、復元及びリコールのための広範囲なリソースを有す
る。

説明を容易にするために、ＣＰＵ２００．２１０．２２
０及び２３０は単一のプロセッサとして単一のプログラ
ムを実行する個別の物理的プロセッサであり、仮想オペ
レーティング・システムの下で稼動しないもしくは任意
の仮想装置をシュミレートしないものとする。しかしな
がら、他の実施例では仮想装置としての動作も使用する
。単一の物理的ＣＰＵはＩＢＭのＶＭ３７０の様なオペ
レーティング・アーキテクチュアの制御を受けるいくつ
かの仮想計算機能を含んでいる。従って、例えばシステ
ム１５中のＣＰＵ２００及びＣＰＵ２３０は同じ物理的
ＣＰＵ内で動作する事が出来る。

同様に、システム１５内のＤＡＳＤ、例えばＤＡＳＤｌ
ｌｏ、１２０．１３０，１４０及び１５０は物理的に個
別の装置として考える。しかしながら、単一の物理的装
置上には複数の空間があるものと定義出来る。例えば、
ＤＡＳＤＩＩＯ及び１２０は単一の直接アクセス記憶装
置内の２つの個別の区画と考える事が出来る。

Ｅ２．ＩＨ８Ｍの論理配列 多重プロセッサ・システム１５中のＣＰＵ２００．２１
０，２２０，２３０の相互関係とその種々の記憶装置へ
のアクセス可能性及び制御可能性のために、成る論理空
間がＩＨ３Ｍの制御の下に効果的に発生される、ＨＳＭ
が所有する空間６０はさらに２つの空間、マイグレーシ
ョン空間６３及びバックアップ空間６６に分割される。

空間６３．６６は成る論理記憶装置を含む論理定義域で
ある。論理定義域は成る物理的装置の延存部でよいが、
かならずしもそうである必要はない。

システム１５でＣＰＵ２３０はＨ３Ｍ所有空間６０を排
他的にアクセフし制御する。従ってＣＰＵ２３０は記憶
ノードとして指定される。残りのＣＰＵ２００．２１０
，２２０が作業ノードとして指定される。ＩＨＳＭはシ
ステム１５中のすべてのＣＰＵ上で同時に走行し、各Ｃ
ＰＵ内で記憶ノード機能として走行するか（例えばＣＰ
Ｕ２３０内）、作業ノード機能として走行するか（例え
ばＣＰＵ２００．２１０もしくは２２０）が指定される
。

ＩＨＳＭの実行によって定義される第２の空間はＨＳＭ
によって管理される空間５０である。ＨＳＭが管理する
空間５０は１次ＤＡＳＤ１００及び１次ＤＡＳＤＩＩＯ
を含む、ＨＳＭは空間５０をデータ・セットの制御及び
配置換えに使用する。

Ｈ８Ｍｉ７Ｆｆｉ空間５０内に存在するデータ・セット
はＩＨＳＭの制御によってＨ８Ｍ所有空間６０へ転送出
来、空間５０には空間６０からデータ・セットが転送出
来る。Ｈ３Ｍ所有空間６ｏにもＨ３Ｍ管理空間５０内に
も存有しないＤＡＳＤ　（例えばＤＡＳＤ１２０．１３
０．１４０）は非ＨＳＭ空間もしくは非Ｈ８Ｍ装置と呼
ばれ、この様なりＡＳＤは自動的にはＩＨＳＭによって
制御されず。

アクセスされない。

データ・セットはＨ８Ｍ管理空間５ｏもしくは非Ｈ３Ｍ
空間にアクセス出来るＣＰＵ２００．２１０．２２０の
制御によって１つの空間から他の空間に転送出来る。こ
れによってＨ８Ｍ所有空間６０もしくはＨ８Ｍ管理空間
５０内に存在しないデータ・セットの制御が可能になる
。空間５０．６０はＨＳＭ空間と呼ばれる。それは本発
明のＩＨＳＭはこれ等を、ＨＳＭがこれ等を定義するの
と同様に定義するからである。

ＣＰＵ２３０即ち記憶ノード２３０はこれだけが一意的
にアクセス出来る、制御データ・セットの保持のための
装置を有する。上述のように、この装置はＤＡＳＤ１５
０である。制御データ・セットはＩＨＳＭがその活動の
記録を保持するのを助けるディレクトリの働きを有する
。これ等のディレクトリは１次ＤＡＳＤ１５０中に、移
送制御データ・セット（ＭＣＤＳ）、バックアップ制御
データ・セット（ＢＣＤＳ）及びオフライン制御データ
・セット（ＯＣＤＳ）として示されている。

ＭＣＤＳ、ＢＣＤＳ及び０ＣＤＳはＣＰＵ２３０及びそ
のＩＨＳＭの実行のためにＩＨＳＭによって管理される
種々のデータ・セットの位置に関する情報を与える。

Ｅ３．作業の流れ 多重プロセッサ・システム１５内でＨ８Ｍ管理空間５０
内のＤＡＳＤｌｏｏによって構成される記憶媒体は１つ
のＣＰＵから他のＣＰＵヘデータを通信するための唯一
の許可経路である。特に、ＤＡＳＤ１００上の待ち行列
データ・セット１０は作業ノードで実行が指定されたＩ
Ｈ８Ｍプログラムの実行から記憶ノード中で実行が指定
されたＩＨ３Ｍプログラムの実行への唯一の通信経路を
与える。システム１５中の記憶ノードで実行が指定され
たＩＨ５Ｍプログラムの実行は上述の如くＣＰＵ２３０
での実行である。

ＱＤＳＩＯによって伝えられる情報はＩＨＳＭの記憶ノ
ードの実行によって操作を受ける記憶管理機能もしくは
サービス要求である。これ等の記憶管理機能もしくはサ
ービス要求はＣＰＵ２００．２１０．２２０及び２３０
内で発生し、ＱＤＳＩＯを通って排他的にＣＰＵ２３０
中で動作している記憶ノードに流れる。この情報は管理
作業要素と呼ばれる通信データ・パケットの形で伝えら
れる。

複数のＣＰＵの各々中で発生してＱＤＳ　１０に転送さ
れたサービス要求はＣＰＵ２３０中のＩＨＳＭの記憶ノ
ードの実行によって読取られる。ＣＰＵ２３０中で記憶
ノードとして働いているＩＨＳＭは要求されたサービス
を検索して実行する。

要求されたサービスを実行した後に記憶ノードはサービ
ス完成の通知をＱＤＳＩＯに送り戻す、工Ｈ８Ｍの他の
実行として、サービス要求を発生した作業ノードはこの
通知を検索してこれを発生したＣＰＵ内の発生タスクに
渡し、この通知ループを完了する。

従って作業の流れは成るデータ・セットを処理しなけれ
ばならない事を作業ノードが認識する事によって始まる
。例えば前にマイグレートしたデータ・セットに対する
アクセスを要求するＣＰＵ２００で動作しているユーザ
のプログラムはＣＰＵ２００内で動作しているＩＨＳＭ
にそのデータ・セットを必要としている事を通知する。

ＣＰＵ２００内で動作しているＩＨＳＭはこのサービス
要求を認識して、このサービス要求を記憶媒体１００上
のＱＤＳｌｏに転送する。

非同期的ではあるが、ＣＰＵ２３０中で動作しているＩ
ＨＳＭの動作の記憶ノード機能はＣＰＵ２００によって
ＱＤＳｌｏ上に並んでいるサービス要求を検索し、この
要求に応じてこのデータ・セットを適切な位置にリコー
ルし、サービス要求の完成を通知する。データ・セット
の要求及びリコールが実行された後はＣＰＵ２００内で
作業ノードとして動作しているＩＨＳＭはＱＤＳＩＯか
ら通知を検索して、ＣＰＵ２００内で動作しているユー
ザ・プログラムにデータ・セットがリコールされた事を
知らせる。要求したデータ・セットを必要としていたユ
ーザ・プログラムが次のその処理を続ける。

ＩＨ３Ｍ内のデータの流れはユーザ・プログラムによっ
て要求出来もしくはＩＨ３Ｍ内部でもスケジュールする
事が出来る０例えばシステムを走らせるＩＨＳＭは毎日
の特定の時間にもしくは所定のデータ・セットに対して
最後のチクセスがなされもしくは操作が加えられてから
特定の時間が経過した後に、バックアップもしくは復元
機能を遂行する事が出来る。この様な機能の要求も記憶
ノードでの処理では差別されない。この様な要求はＱＤ
ＳＩＯに送られ、ＣＰＵ２３０上の記憶ノード実行によ
って検索される。これ等のサービスは適切ならば実行さ
れ通知が送られる。

いくつかのプロセッサ内で非同期的に発生した作業の流
れは従って単一の点、ＱＤＳＩＯに向って集中的に送ら
れ、ＱＤＳＩＯから記憶ノード２３０に送られ、ここで
処理される。この様にしてサービス要求の認識及び転送
は集中化され、成る装置への多重アクセスによって多重
ノードによる努力の重複が除去される。ＣＰＵ２３０は
Ｈ８Ｍ所有空間６０を排他的にアクセスし、制御する。

空間６０にはすべての２次ボリュームが存在する。

従ってＨ３Ｍ所有空間６０に導入され、もしくは空間６
０から出るすべての情報はＣＰＵ２３０によって制御さ
れる。しかしながらＨ３Ｍ管理空間５０はＤＡＳＤＩＯ
ｏ、１１０の様な多重アクセス装置を有し、これによっ
てＣＰＵ間の相互作用間に種々のレベル及びデータ記憶
装置の効率に種々のレベルを与えている。

ＣＰＵ２３０が遂行出来るサービス機能は（ｉ）高コス
トもしくは高性能装置から低コストもしくは低性能装置
へのデータの移動であるマイグレーション、　（ｉｔ）
逆の動作であるリコール、（ｎｉ）システムの故障もし
くは論理系りによるデータの喪失を防止するための低コ
ストで安全性の高い装置にデータをコピーするバックア
ップ及び（ｔｖ）バックアップの逆動作である復元を含
む。

マイグレーション・サービス要求が記憶ノード２３０に
よって遂行される時は、データはデータ経路８１を介し
てマイグレーション空間６３内の２次ボリューム１６０
，１７０，１７５にマイグレートされる。リコール要求
が遂行される時は、データはマイグレーション空間６３
からデータ経路８３を介してリコールされる。バックア
ップ要求によって記憶ノード２３０はデータ経路８５を
介してデータをバックアップ空間６６内のボリューム１
８０，１８５，１９０，１９５に転送する。

記憶ノード２３０によって復元サービス要求が遂行され
る時は、データはデータ経路８７を介してバックアンプ
空間６６から復元される。

多重プロセッサ・システム１５中の作業の流れの中の他
の機能には、ＩＨＳＭによって定義された種々の領域及
び空間にまたがるデータの断片を制御する機能がある。

単一のデータ・セットが工Ｈ８Ｍによって管理されてこ
の様な断片化が防止される。データ・セットは特定の物
理的装置上の一個所に保持され断片化が防止されもしく
は救済される。この様な断片化の防止もしくは救済は工
ＨＳＭの動作の全体の速度に貢献する。

Ｅ４．記憶空間もしくは定義域 第１Ｂ図を参照すると、ＩＨＳＭによって定義出来る空
間及び定義域を示す変形ペン図が示されている。第１Ｂ
図で空間はＡ、Ｂ、ＣもしくはＤで示され、夫々第１Ａ
図のＣＰＵ２００．２１０．２２０．２３０と対応して
いる。ＩＨＳＭを走らせる多重プロセッサ・システムで
は、任意のＣＰＵは独占的にアクセス出来るＤＡＳＤを
有する。

例えば、システム１５（第１Ａ図）でＣＰＵ２１０はＤ
ＡＳＤ１３０に排他的にアクセスしている。

さらに本発明に従ってＩＨＳＭを走らせているシステム
内のＤＡＳＤは任意の２つもしくはそれ以上のＣＰＵに
よって共用される。例えばＤＡＳＤ１２０はＣＰＵ２０
０．２１０によって共用されている。この様にしてＩＨ
ＳＭを実行するシステム内で可能なす入での構成の全体
が大きくなる。

第１Ｂ図の範囲内にある構成は、この様な可能な構成の
全体の一部である。さらに第１Ａ図に示したシステム１
５の構成は第１Ｂ図の範囲内の構成の一部である。従っ
てシステム１５以外のシステムも第１Ｂ図の範囲内に含
まれ、第１Ｂ図はＩＨＳＭによって可能なすべての構成
を示していない。

従って、第１Ｂ図はいくつかの論理定義域を示し、その
うちの一部だけが第１Ａ図の特定のアーキテクチェア中
に物理的な対応装置を有する。例えば第１Ｂ図はＣＰＵ
２００　（Ａ）に独占的に使用される記憶定義域を示し
ているが、第１Ａ図にはこの様な物理的装置は存在しな
い、さらにＩＨＳＭを走らせるシステムはこのシステム
内のすべてのＣＰＵによって共用される複数のＤＡＳＤ
を含む事が可能であるが、システム１５では１つのこの
様な共通にアクセスされるＤＡＳＤとして、唯一のＤＡ
ＳＤｌｏｏが存在するだけである。しかしながら唯一つ
のＱＤＳＩＯが許容されているのみである。

空間２０１は１方向にだけ斜線を有し、ＣＰＵ２００だ
けがアクセス可能な空間である。上述の様に、空間２０
１はＩＨＳＭによっては許容されているがＣＰＵ２００
がＤＡＳＤを独占的に制御しないシステム１５中には具
体化されていない。

空間２１１は１方向にだけ斜線を有しＣＰＵ２１０に排
他的にアクセス出来る空間である。空間２１１はＤＡＳ
Ｄ１３０に対応する。２重斜線空間２０４はＣＰＵ２０
０．２１０の両方に利用可能な空間であり、ＤＡＳＤ１
２０に対応する。

空間２２１はＣＰＵ２１０によってアクセス可能な空間
の内部に完全に含まれＤＡＳＤ１４０に対応する。ＤＡ
ＳＤ１４０はＣＰＵ２２０にもアクセス可能であり、Ｃ
Ｉ）　Ｕ　２１０にアクセス可能な複数の装置のうちの
１つである。ＣＰＵ２２０がそれ自身のＤＡＳＤ　（図
示されず）に排他的にアクセス出来るシステムでは、空
間２２１は完全には他の空間に包まれない、空間２３１
はＣＰＵ２３０にアクセス可能な空間である。空間２０
２はＣＰＵ２００．２３０の両方に利用可能であり。

物理的にはＤＡＳＤＩＩＯに対応する。

空間５０はすべてのＣＰＵ２００．２１０，２２０及び
２３０にアクセス出来る（ｃＰＵ２３０の空間２３１の
斜線の特徴が延長されている事に注意されたい）。Ｈ３
Ｍ管理空間５０はＨＳＭがそこにデータ・セットを配置
し、これから受取る事が出来る空間である。共通にアク
セス出来るＤＡＳＤであるＤＡＳＤｌｏｏはＨ８Ｍ管理
空間５０中にある。ＤＡＳＤｌｌｏはＣＰＵ２３０がア
クセス可能であり、従って共通にアクセス可能ではない
がＨＳ　Ｍ管理空間である。待ち行列データ・セット１
０は空間５０の内部に存在しなければならない。２重線
で囲まれた空間６０はＣＰＵ２３０だけにアクセス可能
な空間でありＨＳＭの所有空間である。空間６０はＨ３
Ｍ移送空間６３及びＨＳ　Ｍバックアップ空間６６を含
む。第１Ｂ図に示した様に記憶空間の成る重なりが可能
であり、記憶空間及び定義域の可能な範囲が大きく出来
る。

しかしながら、ＨＳＭが動作出来る条件は（１）すべて
のプロセッサがアクセス可能なシステム１５のＤＡＳＤ
ｌｏｏの様な成る領域が存在する事。

（２）記憶ノードとして指定出来るＩＨＳＭの実行を含
むプロセッサだけにアクセス可能な１例えば空間６０の
様な成る領域が存在する事である。

Ｅ５．集中的要求へのサービス 要求に対するサービスは上述の様にシステム１５内の種
々の作業ノードが遂行すべき、サービス・タスクを認識
する事から始まる。認識に続き、作業ノード２００．２
１０．２２０はそのタスクを遂行する単一の中央サービ
ス遂行装置に連絡する。

ＩＨ３Ｍではこの様な連絡にはサービス要求の発生を含
み、サービス要求がＱＤＳＩＯを含む記憶媒体１００に
送られる。単一のサービス遂行装置。

この場合はＣＰＵ２３０が種々の要求されたタスクを遂
行する。このタスクを遂行して、データを適切な記憶位
置にあずけた後、もしくは適切な記憶位置からデータを
検索した後、ＣＰＵ２３０は要求したプロセッサにタス
クの完成を通知する。

この様にして非同期的にサービスの遂行装置とは別個に
動作している多くの処理によって認識される作業の流れ
がこれ等の要求を単一の中央に存在する遂行装置が完成
する様に通信する。

完成に基づいて、完成の非同期的通知が要求した装置に
送られる。従って作業の集中的遂行に続いて多重プロセ
ッサの非同期的環境中での種々の要求装置への非同期的
通知が行われる。

プロセッサ間のすべての通イ８が受渡しされなければな
らない通信装置として記憶媒体１００を使用する事はＩ
　ＨＳ　Ｍの重要な特徴である。記ｔＣｔ媒体１００上
に保持されているＱＤＳｌｏ上に通イ８データ・パケッ
トを並べ、解消する事によって、他の類似のシステムに
見られがちな直列化のための遅延が最小になる。要求を
認識して中央の記憶位置に送り、要求されたサービスの
遂行のために必要なすべてのリソースを独占的に制御出
来る、より効率的なプロセッサによって遂行させる事に
よって従来のシステムに固有な多くの遅延及び障害がな
くなる。

中央記憶媒体例えばＤＡＳＤ１００内に存在する待ち行
列データ・セット１０を使用する主な利点はこの様な記
憶装置の待ち行列が非揮発性であり、非常に故障を生じ
にくく、故障が生じても復元能力が高い点にある。他の
従来の、揮発性の通信技術を使用するシステムはたとえ
点検をしてもこの様な記憶装置をベースとする通信手段
の動作に復元性を与え、動作を容易にする事が出来ない
。

この場合、発揮性通信技術は故障によって決定不可能な
状態にリセットする媒体に通信データ・パケットを記憶
する技術として定義出来る６非揮発性通信技術はシステ
ムが故障してもその情報を保持している技術を含むもの
として定義される。

Ｅ６．待ち行列データ・セット１０ 第２Ａ、第２Ｂ図を参照するに、ＤＡＳＤ１００内の待
ち行列データ・セット（ＱＤＳ）１０及び管理作業要素
５６０が示されている。多重プロセッサ・システムの作
業ノード中で動作している非同期的処理はＱＤＳ　１０
中に管理作業要素５６０の如き管理作業要素を記憶させ
る事により記憶ノードと通信する。管理作業要素はデー
タ通信パケットの形式をなす。従ってＱＤＳｌｏは共通
に利用可能な記憶媒体に存在する。管理作業要素が記憶
ノードによるサービスを受けた時は、この事は記憶ノー
ドによってＱＤＳＩＯを介して要求した作業ノードに通
知される。従って作業ノードと記憶ノード間のすべての
通信はＱＤＳ　Ｉ　Ｏを介して行われる。代替実施例（
図示されず）では、単一の装置が第１Ａ図のＣＰＵ２３
０及びＤＡＳＤｌｏｏの機能を遂行出来従ってＱＤＳＩ
Ｏを含んでいる。

第２Ａ図は制御データ・セット１０を示している。デー
タ・セット１０は複数の待ち行列即ち記憶ノード２３０
によって検討されるＤＡＳＤ要求待要求列及び作業ノー
ド２００．２１０及び２２０を含む各作業ノードのため
の一つの作業完成待ち行列を含む仮想記憶アクセス方式
（ＶＳＡＭ）ファイルである。ＱＤＳＩＯはすべてのＶ
ＳＡＭファイルの様に制御レコード５００で始まる。制
御レコード５００は活動、時間（タイム・スタンプ）フ
ィールド５２４を含む複数のフィールドを含む。活動時
間フィールド５２４は記憶ノード２３０が待ち行列デー
タ・セット１０をアクセスする度に記憶ノード２３０に
よって更新される。記憶ノード２３０によって活動時間
フィールド５２４に書込みかなされる度に記憶ノード２
３０はＱＤＳＩＯをアクセスする時間帯に入る。活動時
間フィールド５２４は各作業ノードによって定期的にチ
ェックされ、記憶ノードが活動しているかどうかが決定
される。この様にして、フィールド５２４の一番最新の
エントリーの経過時間を決定する事によって記憶ノード
２３０の誤動作が検出される。例えば５分以上経過した
フィールド５２４中のエントリーは記憶ノード２３０の
故障と解釈される。

制御レコード５００は又記憶ノード・セグメント５０２
を含む。記憶ノード・セグメント５０２は２つのフィー
ルド・記憶ノード・ホストＩＤ（Ｓ　Ｎ　Ｉ　Ｄ）フィ
ールド５１０及び予定作業ポインタ（ＰＴＲ）フィール
ド５１２を含む。記憶ノード・ホストＩＤフィールド５
１０は多重プロセッサ・システム１５内の複数のＩＨ３
Ｍ実行のうちどれが記憶ノードとして働くかを決める６
記憶ノードの予定作業ポインタ５１２は記憶ノードの後
入れ先出しくＬＩＦＯ）待ち行列に加わった最後の割当
て作業のＱＤＳＩＯ内の位置を示す相対レコード番号ポ
インタである。

システムの各作業ノードに対して構造的に記憶ノード・
セグメント５０２と似た作業ノード・セグメンＩ〜が制
御レコード５００に存在する。例えば、作業ノードｌ　
（ＷＮＩ）のための作業ノード・セグメント５０４が存
在するゆ作業ノード・セグメント５０４は作業ノード１
ホストＩＤフイールド５１４及び作業ノード１作業完成
ポインタ（１）ＴＲ）フィールド５１６を有する。作業
ノード・ホスｌ−Ｉ　Ｄフィールド５１４は作業ノード
ｌに指定された多電プロセッサ・システム内のＩＨ３Ｍ
実行手段のＩＤを含んでいる０作業ノード１作業完成ポ
インタ５１６は作業ノード１のために、記憶ノード２３
０が完成した最新の作業割振り、従って作業ノード１の
ＬＩＦＯ待ち行列中の最後の管理作業要素を含む相対レ
コードを指示する相対レコード番号である。

作業ノード・セグメント５０６は作業ノード１のための
作業ノード・セグメント５０４と同様に作業ノード２の
ための情報を含む０作業ノード２ホストＩＤフィールド
５１８は作業ノード２に指定されたＩＨ３Ｍ実行手段を
固定する。作業ノード２作業完了ポインタ・フィールド
５２０は作業ノード２の待ち行列のための最新のエント
リを示す。制御レコード５００のフィールド５０８は複
数の追加の作業ノード・セグメントを含む。各セグメン
トはシステム中の追加の作業ノード（図示されず）及び
それ等のＬＩＦＯ待ち行列に対応する作業ノード・ホス
トＩＤフィールド及び作業終了ポインタを有する。そし
て、そのような追加的な５個の作業ノード・セグメント
をフィールド５０８に入れる事が許容され、制御データ
・セット５００内の作業ノード・セグメントの数は７個
になる。

Ｅ７．管理作業要素（ＭＷＥ） 第２Ｂ図を参照すると、管理作業要素５６０が示されて
いる。管理作業要素５６０は制御データ・セット１０の
相対レコード中に記憶される複数の管理作業要素の１つ
である。上述の様に、管理作業要素はＩ　Ｉ（ＳＭによ
って発生され、記憶ノード２３０に特定のＩＨ８Ｍ機能
が要求されている事を示すデータ通信パケットである。

これ等の機能はリコール、復元、マイグレーションもし
くはバックアップの様な動作を含む。

管理作業要素はＩＨ５Ｍノードによって待ち行列データ
・セット１０中に置かれ、指定した動作の実行及び完成
が要求される。管理作業要素はこれを記憶ノードの予定
作業待ち行列に付加する事によって待ち行列データ・セ
ットに加わる。

管理作業要素５６０のみならず待ち行列データ・セット
１０内の他の管理作業要素は４つのフィールドを含む。

ホストＩＤフィールド５４２は作業ノードによって使用
され、作業要求を行って、それ自身を要求の発信者とし
て同定する。相対レコード番号（ＲＲＮ）フィールド５
４４は管理作業要素５６０を待ち行列にリンクする逆ポ
インタを含んでいる。従って相対レコード番号フィール
ド５４４は予定作業待ち行列中の管理作業要素５６０に
直ちに先行する管理作業要素の相対レコード番号を含む
。

例えば、管理作業要素５６２は制御データ・セット１０
内の制御レコード５００に続く第２の管理作業要素であ
る。もし管理作業要素５６２が管理作業要素５６０を追
加したい待ち行列の最後である時には、管理作業要素５
６２の相対レコード番号である２が管理作業要素５６０
の相対レコード番号フィールド５４４中に置かれる。従
って複数の管理作業要素内の相対レコード番号フィール
ド５４４内の相継ぐ逆ポインタが複数の管理作業要素を
ＬＩＦＯ待ち行列にリンクする。待ち行列（Ｑ）制御フ
ィールド５４６は管理作業要素が待ち行列の一部として
待ち行列データ・セット１０内に記録された事を示す単
一ビットもしくはフラッグである。従って記憶ノード待
ち行列及びすべての作業ノード待ち行列中の管理作業要
素中のすべてのＱ制御フィールド５４６は高レベルにあ
る。

ＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８は作業ノードによって
使用され、記憶ノード２３０に対し、管理作業要素によ
ってどの機能が要求しれたかを示すものである。例えば
ＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８中の３は作業ノードに
よって記憶ノードに対しリコールが要求され、５は復元
が要求され。

６はマイクレージョンが要求された事を示す。

Ｉ　ＨＳ　Ｍ内の各活動状態にあるホスト・プロセッサ
はＱＤＳ１０内にそれ自身の待ち行列を有する。すべて
の待ち行列はＬＩＦＯである。記憶ノードのＬＩＦＯ待
ち行列は記憶ノード２３０によって遂行されるべき作業
を定義する０作業ノードのすべては記憶ノードのＬＩＦ
Ｏ待ち行列に書込む事が出来る。各作業ノードも又それ
自身のＬＩＦＯ待ち行列を有する。これ等の作業ノード
待ち行列は作業ノードの代りに記憶ノード２３０が完成
した作業を示す。各作業ノード待ち行列は記憶ノードが
要求された動作を完成した時に記憶ノード２３０によっ
て書込まれる。

Ｅ８．交互介在非同期待ち行列 ここで次の表を参照するに、管理作業要素の３つの待ち
行列を含む待ち行列データ・セット１０の例が示されて
いる。３つの待ち行列は記憶ノードの予定作業待ち行列
、作業ノード１の作業完成待ち行列及び作業ノード２の
作業完成待ち行列である。

相対レコード５６０−１４及至５９２−３２は記憶ノー
ド及び作業ノードの両方に利用出来、これ等の待ち行列
が形成される。図示した１７個の管理作業要素の数は説
明の目的のためだけに選択されたものである。一般に、
待ち行列データ・セット１０は任意の数の管理作業要素
を含む事が出来る。ＱＤＳＩＯ内の管理作業要素を記録
もしくは固定する参照番号の最初の３つのディジットは
ＱＤＳＩＯ内の位置に関して管理作業要素５６〇−１４
及至５９２−３２を順番に記録しもしくは固定している
。

これ等の参照番号の最後の２つのディジットは各管理作
業要素の待ち行列とその待ち行列内の管理作業要素の位
置を固定している。最後の２つのディジットのうち最初
のディジットが１である時は、管理作業要素が記憶ノー
ド待ち行列中にある事、２は管理作業要素が作業ノード
１　（ＷＮＩ）待ち行列中にある事、３は管理作業要素
が作業ノード２（ＷＮ２）待ち行列中にある事を示して
いる。Ｑｌ）ＳＩＯの管理作業要素を固定する参照番号
の最後のディジットは待ち行列自身内の管理作業要素の
位置を示している。最後のディジットの１はその待ち行
列中の最初の管理作業要素を示し、２は第２の従ってよ
り最近待ち行列中に付は加えられた管理作業要素を示し
ている。

ＱＤＳ１０中の最初の管理作業要素は管理作業要素５６
０−１４である。この事は管理作業要素５６０−１４が
、参照番号中のダッシュの後の最初の数字が１であるた
めに記憶ノード待ち行列中にあり、ダッシュの後の第２
の数字位置には４があるのでこの要素が記憶ノード待ち
行列内の第４番目の要素である事を示している。同じ様
に、ＱＤＳＬＯ中の第８番目の相対レコード中の管理作
業要素５７４−３１はダッシュに続く最初のディジット
３で示した様に作業ノード２待ち行列中にある。この要
素は参照番号の最後のディジット位置の１によって示し
た様に作業ノード２待ち行列中の最初の、従って最も古
い要素である。

記憶ノード待ち行列の内容を決定するためには、待ち行
列レコード５００の記憶ノードの予定作業ポインタ・フ
ィールド５１２中の相対レコード番号に従う、フィール
ド５１２中のポインタは最も最近記憶ノード待ち行列に
加えられた管理作業要素を示している。制御レコード５
００のフィールド５１２は１５を含んでいるので、ＱＤ
Ｓ　１０中の第１５番目の相対レコードを指示している
。ＱＤＳＩＯの１５番目の相対レコードは管理作業要素
５８８−１６を含んでいる。

管理作業要素５８８−１６のホストＩＤフィールド５４
２は管理作業要素５８８−１６が作業ノード（ＷＮ）２
によって記憶ノード待ち行列中に置かれた事を示してい
る。管理作業要素５８８−１６の待ち行列制御フィール
ド５４６は１を含み相対レコード１５が待ち行列に活動
状態の管理作業要素を含む作を示している。管理作業要
素５８８−１６のＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８は３
を含み、作業ノード２が記憶ノード２３０にリコールを
遂行する事を要求している事を示している。

管理作業要素５８８−１６の相対レコード番号フィール
ド５４４は４を含み、記憶ノードの待ち行列中の次の管
理作業要素が待ち行列データ・セット１０の相対レコー
ド４にある事を示している。

相対レコード４は管理作業要素５６６−１５を含んでい
る。管理作業要素５６６−１５は参照番号の最後の２デ
イドツト中の１５によって示す様に記憶ノード待ち行列
中の第５番目の要素である。

管理作業要素５６６−１５のホストＩＤフィールド５４
２は管理作業要素５６６−１５が作業ノード１によって
記憶ノード待ち行列上に位置付けられた事を示す。管理
作業要素５６６−１５のＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４
８は５を含み、作業ノード１は記憶ノード２３０に復元
動作を遂行する様に要求した事を示す。管理作業要素５
６６−１５の相対レコード番号フィールド５４４は１を
含み、記憶ノード待ち行列の次の管理作業要素が相対レ
コード１に見出される事を示している。

相対レコード１は管理作業要素５６０−１４を含み。こ
れはホストＩＤフィールド５４２によって示す様に作業
ノード１によって記憶ノード待ち行列上に置かれたもの
であり、ＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８で示した様に
記憶ノードのリコール機能を要求している。管理作業要
ｆ３５６０−１゛　４の相対レコード番号フィールド５
４４は３を含み、相対レコード３の管理作業要素５６４
−１３が記憶ノード待ち行列中の次の管理作業要素であ
る事を示している。

管理作業要素５６４−１３のホストＩＤフィールド５４
２はこの管理作業要素５６４−１３が作業ノード２によ
って記憶ノード待ち行列上に置かれた事を示している。

管理作業要素５６４−１３のＭＷＥＦＵＮＣフィールド
５４８は７を含み、記憶ノードがバックアップ動作を遂
行する様に作業ノード２が要求した事を示している。相
対レコード番号フィールド５４４は相対レコード７を指
示し、相対レコード７は管理作業要素５７２−１２を含
んでいる。

管理作業要素５７２−１２はそのホストＩＤフィールド
５４２によって示した様に作業ノード１によって記憶ノ
ード待ち行列上に置かれたものである。管理作業要素５
７２−１２は５を含むＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８
によって示した様に記憶ノードに復元動作を要求してい
る。管理作業要素５７２−１２の相対レコード番号フィ
ールド５４４は相対レコード番号６を指示するポインタ
６を含んでいる。

相対レコード６は管理作業要素５１０−１１を含む。管
理作業要素５７０−１１の参照番号はこの要素が記憶ノ
ード待ち行列上の最初の管理作業要素である事を示して
いる。この事は参照番号の最後のディジット中の１によ
ってわかる。この要素の相対レコード番号フィールド５
４４はＯを含み、記憶ノード待ち行列の終りである事を
示している。従って記憶ノードの予定作業待ち行列の６
個の管理作業要素を含んでいる。記憶ノード待ち行列は
６個の管理作業要素を含む６個の相対レコードを最も最
近受取った管理作業要素から最初に受取った要素類に並
べると、相対レコード１５．４．１．３．７及び６の順
になる。

上山のＱＤＳ表は又作業ノード１のための作業完成待ち
行列を含む。作業ノード１の待ち行列に追加される管理
作業要素は制御レコード５００の作業ノード１の作業完
成ポインタ・フィールド５１６で示した様に相対レコー
ド５中に存在する。

作業ノード１の作業完成ポインタ・フィールド５１６は
常に作業ノードｌの待ち行列の終りを示している。

相対レコード５は管理作業要素５６８−２６を含む。管
理作業要素５６８−２６は作業ノード１の待ち行列であ
る待ち行列２中の６番目の要素である。管理作業要素５
６８−２６の相対レコード番号フィールドは相対レコー
ド１２を指示する逆ポインタを含み、相対レコード１２
が作業ノード１のＬＩＦＯ待ち行列の次の管理作業要素
を含む事を示している。

相対レコード１２に存在する管理作業要素５８２−２５
は相対レコード番号フィールド５４４中に１１を含み、
従って相対レコード１１に存在する管理作業要素５８０
−２４を指示している。管理作業要Ｊ　５８０−２４の
相対レコード番号フィールド５４４は１０を含み、これ
によって作業ノード１の待ち行列の次の管理作業要素で
ある管理作業要素５７８−２３を含む相対レコード１０
を指示している。

相対レコード１０中に存在する管理作業要素５７８−２
３の相対レコード番号フィールド５４４は作業ノード１
の待ち行列中の次の管理作業要素として相対レコード２
を指示するポインタを含んでいる。相対レコード２は管
理作業要素５６２−２２を含んでいる。管理作業要素５
６２−２２は相対レコード番号フィールド５４４中に１
４を含み、相対レコード１４に存在する管理作業要素５
８６−２１の相対レコード番号フィールド５４４はＯを
含み、管理作業要素５８６−２１が作業ノード１の待ち
行列の終りである事を示している。

作業ノード２もＱＤＳＩＯ中に待ち行列を有する。作業
ノード２の待ち行列は制御レコード５００中の作業ノー
ド２の作業完成ポインタ・フィールド５２０で示した様
に相対レコード１７で開始する８作業ノード２の作業完
成ポインタ・フィールド５２０は常に作業ノード２の待
ち行列の終りを指示している。管理作業要素５９２−３
２の相対レコード番号フィールド５４４は８を含み、こ
の待ち行列中の次の管理作業要素が相対レコード８中の
管理作業要ｒ４５７４−３１である事を示している。管
理作業要素５７４−３１の相対レコード番号フィールド
５４４はＯを含み、この要素が記憶ノードによって作業
ノード２の作業完成待ち行列中に置かれた最初の要素で
あり、この要素が作業ノード２の待ち行列の最後の管理
作業要素である事を示している。作業ノード２の待ち行
列は従って夫々相対レコード１７及び８中に記憶された
管理作業要素５９２−３２及び５７４−３１だけを含ん
でいる。

従ってＱＤＳＩＯは３つの個別の待ち行列、即ち記憶ノ
ードのための予定作業行列、作業ノード１のための作業
完成待ち行列及び作業ノード２のための作業完成待ち行
列を含んでいる。これ等の待ち行列は表に示した様にＱ
ＤＳＩＯの相対レコード１及至１７を通る順次進行に関
して介在している。これ等の待ち行列をなす管理作業要
素はポインタによって相互に連結しているので、待ち行
列からはずされもしくはこれに追加される管理作業要素
はＱＤＳＩＯ中の任意の利用可能な記憶位置に置く事が
出来る。従ってＱＤＳＩＯ内の待ち行列は非同期的に形
成される０例えば、相対レコード９．１３及び１６は上
述の３つの待ち行列のどれにも属さない。これ等の相対
レコードは作業ノードが記憶ノードの待ち行列上に置く
管理作業要素を受取るのに利用出来る。

上述のＩＤ作業ノード１、作業ノード２及び作業ノード
３は第１Ａ図のＣＰＵ２００．２１０及び２２０をさす
。しかしながらシステム１５内の任意ＣＰＵが作業ノー
ド１．２もしくは３として指定出来る。

Ｅ９．管理作業要素の待ち行列化 待ち行列に管理作業要素を追加するためには制御レコー
ド５００のビット割振りマツプ５２２を走査する。ビッ
ト割振りマツプ５２２はＱＤＳＩＯ内の制御レコード５
００を含む各レコードのための１ビツトを含んでいる。

もし対応するレコードが管理作業要素を含んでいるなら
ば、ビット割振りマツプ５２２中のビットは１であり、
対応するレコードが利用可能であって管理作業要素を受
取る事が出来るならばそのビットはＯである。ＱＤＳＩ
Ｏの最初のレコードは管理作業要素を受取る様には利用
出来ない、それは上述の様に制御レコード５００が制御
データのために特別に取っておかれているからである。

従ってビット割振りマツプ５２２中の最初のビットは常
に１である。

ビット割振りマツプ５２２の第２のビットは管理作業要
素５６０−１４を含む相対レコード１に対応し、従って
活動状態にある。従ってビット割振りマツプ５２２の第
２のビットは１である。ビット割振りマツプ５２２の第
３のビットは相対レコード２に対応する。相対レコード
２は管理作業要素５６２−２２を含み、従ってビット割
振りマツプ５２２の第３のビットも１である。

ビット割振りマツプ５２２の第１０番目のビットは活動
状態の管理作業要素を含まない相対レコード９に対応す
る。従ってビット割振りマツプ５２２の第１０ビツトは
Ｏを含み、対応する相対レコード、即ち相対レコード９
は管理作業要素を記憶する事が出来る。この管理作業要
素は作業ノードによって記憶ノード待ち行列上に置く事
が可能である。さらに、相対レコード１３に対応するビ
ット割振りマツプ５２２の第１４のビットも０である。

この事は相対レコード１３も利用可能である事を示す、
同じ様に、ビット割振りマツプ５２２の第１７のビット
もＯであり、相対レコード１６が利用可能な事を示して
いる。

管理作業要素を置く事の出来る相対レコードを探索する
ために、作業ノードはビット割振りマツプ５２２の下位
から２番号のビットから始めて。

０を発見する迄ビット割振りマツプ５２２の上位のビッ
トに向って探索する。マツプ５２２中で遭遇する最初の
０に対応する相対レコードが作業ノードによって使用出
来る。上山のＱＤＳ表の例では、遭遇する最初のＯは相
対レコード９に対応するビット割振りマツプ５２２の１
０番目のビットである。従って管理作業要素を記憶ノー
ドの予定作業待ち行列に追加する時には１作業ノードは
管理作業要素を相対レコード９に記憶する。管理作業要
素を待ち行列に加えた直後に探索を行っている他の作業
ノードは、その最初のＯをビット割振りマツプ５２２の
１４番目のビットに見出し、従ってその管理作業要素を
相対レコード１３に記憶する。

管理作業要素を記憶ノード待ち行列の相対レコード９に
追加するために、作業ノードはデータを相対レコード９
の適切なフィールドに記憶する。

このデータはフィールド５４２中に記憶されるホストＩ
Ｄ及びＭＷＥＦＵＮＣフィールド５４８中に記憶される
要求機能を含む。管理作業要素５７６−００の相対レコ
ード番号フィールド５４４に導入されるデータを決定す
るために、作業ノードは制御レコード５００の記憶ノー
ド予定作業ポインタフィールド５１２をアクセスする。

予定作業ポインタ・フィールド５１２は記憶ノード待ち
行列に追加された最後の管理作業要素を指示するポイン
タを含んでいる。この最後に追加された管理作業要素は
新らしく追加される管理作業要素が指示する事によって
連鎖になる要素である。

従って、予定作業ポインタ・フィールド５１２が読取ら
れ、その内容が管理作業要素５７６−００の相対レコー
ド番号フィールド５４４中に記憶される。管理作業要素
５７６−００を記憶ノード待ち行列に加える作業ノード
は次に記憶ノードの予定作業ポインタフィールド中に、
作業ノードがその管理作業要素を挿入した相対レコード
の番号を記憶させなければならない、従って作業ノード
は制御レコード５００のポインタ・フィールド５１２に
９を記憶させる。

さらに作業ノードはビット割振りマツプ５２２の第１０
ビツトに１を書込んで、その管理作業要素を記憶した相
対レコードが活動状態にある事を示さなければならない
。作業ノードが管理作業要素を待ち行列に追加した後、
要素の参照番号は５７６−００から５７６−１７に変る
。それはこの管理作業要素５７６−１７が待ち行列１、
即ち記憶ノード待ち行列の第７番目の要素であるからで
ある。

Ｅｌｏ、初期設定処理 第３図を参照すると、本発明の方法のフローチャートが
示されている。ＩＨ３Ｍ環境で実行するホスト計算機が
起点６００で開始する初期設定処理プロセスを遂行する
。ＩＨＳＭを呼出す時、オペレータが起点パラメータを
与える。これ等のパラメータはプログラム初期設定兼パ
ラメータ処理ブロック６１０中で処理される。プログラ
ム初期設定は内部制御ブロックの作成とホスト・プロセ
ッサＩＤの決定を含む。この初期設定過程は複合システ
ムの各ホスト・プロセッサ毎に独立して実行される。も
しスタートアップがコールド・スタートの時は、任意の
作業ノードの手順の前に記憶ノードの手順をブロック６
１０で遂行する。もしコールド・スタートで記憶ノード
の前に作業ノードが開始すると、これは無効条件となり
、終了する。

決定ブロック６２０で初期設定プログラムを遂行するホ
スト・プロセッサが作業ノード（ＷＮ）であるか記憶ノ
ードであるかを示す決定がなされる。ホスト・プロセッ
サが作業ノードである時は、決定ブロック６２０の決定
は背定（ＹＥＳ）であり、ブロック６３０が実行される
。ブロック６３０では、オペレータ通信がセットアツプ
される。

多重プロセッサ複合システム内の各ホスト・プロセッサ
はそれ自身のオペレータ通信を処理する個別のタスクを
有する。従って、各ホスト・プロセッサはそのホスト環
境を正しく同定してＩ　８８Ｍに伝えなければならない
。

ブロック６４０において、オペレータが供給した、初期
設定されつつある作業ノードのための特定の起点パラメ
ータが処理される０例えば、オペレータが供給する１つ
のパラメータは遂行されつつある起点パラメータの型で
ある。起点は待ち行列データ・セット（ＱＤＳ）１０中
の待ち行列の依存してコールド・スタート、ウオーム・
スタートもしくはホット・スタートである。

もしすべての待ち行列は無効である事が推定され、わか
るとコールド・スタートがオペレータによって導入され
る。この処理はＱＤＳＩＯのすべての管理作業要素をコ
ールド・スタート中に破壊するので、極めて手荒な手段
である。ホット・スタートでは、すべての待ち行列は有
効である事が推定され、わかっている。ウオーム・スタ
ートではＱＤＳＩＯ内の待ち行列は待ち行列内のポイン
タを検査する事によって検証される。ポインタに対する
この検査以外でも、現在の待ち行列有効である事が推定
出来る。ウオーム・スタート中には新らしい待ち行列が
追加出来る。

ブロック６４０でオペレータによって供給出来る他のパ
ラメータは作業ノードのアクセス・タイマの接続時間で
ある。作業ノードのアクセス・タイマの持続時間はＱＤ
ＳＩＯへのアクセス間で作業ノードが待機しなければな
らない時間を決定する。タイマはノードＱＤＳＩＯを解
き放つ時にスタートし、ノードはタイマが時間切れにな
る迄再びＱＤＳＩＯをアクセス出来ない、初期設定中の
各ノードのタイマの接続時間を変更する事によってＩＨ
３Ｍ内のＱＤＳＩＯへのアクセスの微調整が出来る。

ブロック６５０において、作業ノードは待ち行列の初期
設定を遂行する。待ち行列の初期設定を遂行するために
、作業ノードは以下説明される動作の外に、ＱＤＳＩＯ
をオープンして、そのホスト・プロセッサＩＤを空いて
いる作業ノード・セグメント中に置く。例えば、初期設
定中の作業ノードが作業ノード１であるならば、そのホ
ストＩＤが制御レコード５００内の作業ノード１のセグ
メント５０４の作業ノード１のＩＤフィールド５１４へ
書込まれる。

決定ブロック６２０によって判明する様に、ホスト・プ
ロセッサが記憶ノードである時には、ブロック６６０が
遂行される。ブロック６６０では、記憶ノードは３つの
制御データ・セット、即ちバックアップ制御データ・セ
ット（ＢＣＤＳ）　、移送制御データ・セット（ＭＣＤ
Ｓ）及びオフライン制御データ・セット（ＯＣＤＳ）を
オープンする。これ等の制御データ・セットが通常のＶ
ＳＡＭのキイによる順次データ・セットである。ブロツ
ク６６０の動作は通常の様に既存の制御データ・セット
をオープンするだけである。もしこれ等のファイルが既
存でないか、正しく初期設定されない時は、記憶ノード
が誤りを発生して終了する。

ブロック６７０で第１Ａ図に関連して説明した空間をセ
ットアツプする。ブロック６８０で出口リストが処理さ
れる。ブロック６７０．６８０の動作は上述の参考文献
に説明された様に従来のＨ３Ｍによって遂行される。

ブロック６９０で、ＨＳＭ機能のサブタスクが接続され
る。これ等のサブタスクはマイグレーション制御タスク
、リコール、回復、及びバックアップ、復元、削除及び
回収の様な他のタスクにも含まれるタスクを含む、これ
等は実際にはユーザの要求もしくはシステムのプロトコ
ールによって要求される時に１つのボリウムから他のボ
リウムにファイルを移動する機能を遂行する。

ブロック７００において、記憶ノードはブロック６３０
で作業ノードがオペレータの通信をセットアツプした様
にオペレータ通信をセットアツプする。同様に、ブロッ
ク７１０で、記憶ノードはその起点パラメータを処理す
る。ブロック７１０で記憶ノードが処理するパラメータ
の範囲はブロック６４０で事業ノードが処理する範囲よ
りもかなり広い、それは作業ノードが処理するパラメー
タが記憶ノードのパラメータの部分集合だからである。

記憶ノードがブロック７１０で処理出来る起点パラメー
タの例は、ＩＨ３Ｍが管理するボリウムを決定するＡＤ
ＶＯＬ指命である。さらに、ＩＨ３Ｍ内の自動的処理で
処理するルーチンである５ＥＴＳＹＳに関連するパラメ
ータがブロック７１０で記憶ノードによって処理される
。５ＥＴＳＹＳパラメータの例は２次記憶装置に移送す
る迄はデータ・セットが（アクセスされないで）上位レ
ベルのＤＡＳＤに存在する日数である。

起点パラメータの処理に続いて、待ち行列（θ）初期設
定がブロック７２０で遂行される。記憶ノードの待ち行
列初期設定は、以下詳細に説明する様にＱＤＳ　１０を
オープンし、記憶ノードのホストよりを制御レコード５
００内の記憶ノード・セグメントの記憶ノードＩＤフィ
ールド５１０に置く、ブロック７２０から実行は他頁結
合子７３０を介して第４図の頁結合子７３５に続く。

オン頁結合子７３５に続く決定ブロック７４０において
、ＩＨ３Ｍを遮断するかどうかの決定がなされる。この
決定はＩＨＳＭ内の複数の点で種々の理由でセットされ
る終了フラッグを知る事によって行われる。終了フラッ
グをセットする最もありふれた方法は停止指令のオペレ
ータ導入である。オペレータの停止指令は各異なるノー
ドのオペレータ・タスクによってトラップされ、もしタ
スクが遮断モードにあるならばそれ自身の内部制御ブロ
ック・フラッグをセットする。さらに、以下詳細に説明
する様に終了フラッグをセットする種々の誤り条件が存
在する。しかしながら、決定ブロック７４０では金子フ
ラッグの起点は問題にしない、もしこのフラッグがオン
の時は、ブロック７５０を遂行する。

ブロック７５０において、ＩＨ８Ｍ機能のブロック６９
０で接続したＩＨ５Ｍ機能サブタスクが消去され、正常
遮断の手順が遂行される。ブロック７６０で開始して、
ＢＣＤＳ、ＭＣＤＳ及び○ＣＤＳを含むすべてのＩＨ３
Ｍ制御データ・セットがクローズされる。ＱＤＳ　１０
はブロック７７０で、ＩＨ５Ｍはブロック７８０で終了
し、このタスクは停止７９０で完全に解消する。

決定ブロック７４０で遮断しないという決定がなされる
と、実行は他頁結合子８００から第５図の頁結合子８０
５に進行する。オン頁結合子７３５から決定ブロック７
４０のＮｏ経路を通り他頁結合子８００に至る経路はホ
スト・プロセッサがＨ３Ｍの主ループを実行するたびに
たどる経路である。この経路は通常の処理ループである
。

第５図を参照するに、実行がオン頁結合子８０５で導入
すると、決定ブロック８１０で再びこのホスト・プロセ
ッサが作業ノードであるかもしくは記憶ノードであるか
の決定がなされる。もしホスト・プロセッサが作業ノー
ドならば実行はＹＥＳ経路をたどり、決定ブロック８２
０で作業ノードのなすべき作業があるかどうかの決定が
なされる。

なすべき作業（予定作業）が存在するかどうかの決定は
バッチ・ジョブの様なユーザ・タスクがＩＨ５Ｍに要求
を提示した時にセットするフラッグを調べる事によって
行われる。これ等の環境の下に、管理作業要素が作成さ
れ、共通の記憶装置中の待ち行列にされ、ＩＨ３Ｍへの
仮想記憶装置間通知がなされる。このＩＨ３Ｍへの通知
は決定ブロック８２０でフラッグとして読取られる。こ
のフラッグは又作業ノードのアクセス・タイマによって
もセットされ、作業ノードによるＱＤＳ　１０の定期的
な検査が保証される。もし作業ノードに遂行する作業が
ない場合には、実行はブロック９２０に分岐する。決定
ブロック８２０でこのフラッグを調べる事によって予定
作業がある事が決定されると、作業ノードはブロック８
３０で管理作業要素（ＷＮＥ）を検索して処理する。

以下より詳細に説明する様に、ブロック８３０中の管理
作業要素の処理は処理すべき管理作業要素をＱＤＳ　１
０内の記憶ノード待ち行列中に並べる事を含む、さらに
、作業ノードはＱＤＳｌｏをオープンして管理作業要素
を待ち行列にしている間に、現在完成している管理作業
要素のうち任意のものの待ち行列を解消する（ブロック
８５０）。

もし決定ブロック８１０でホスト・プロセッサが作業ノ
ードでない事が決定されると、このポスト・プロセッサ
は記憶ノードでなければならず、決定ブロック８６０で
記憶ノードが遂行する作業が存在するかどうかの決定が
なされる。記憶ノードに遂行する作業がない場合には、
記憶ノードはブロック９２０で現在の処理ループ中に導
入されたコンソール指令を処理する。もし記憶ノードに
遂行すべき作業がある時は、記憶ノードはブロック８７
０で管理作業要素を検索して処理する。

決定ブロック８６０で検査して記憶ノードになすべき作
業ノードのための作業が存在するかどうかの決定をする
フラッグは記憶ノードのアクセス・タイマによってセッ
トされ、記憶ノードがＱＤＳｌｏの待ち行列を周期的に
検査出来る様になっている。ブロック８７０内の管理作
業要素の処理は記憶ノードの予定作業待ち行列から管理
作業要素を検束し、記憶ノードの汎用待ち行列に並べる
事を含む。

管理作業要素はその管理作業要素内の要求に基づいて適
切なサブタスクに指名される。管理作業要素のサブタス
クへの指名はサブタスクの予定作業待ち行列に通知され
る。

サブタスクが管理作業要素によって要求された機能を完
成すると、この事は管理作業要素に通知される。管理作
業要素が完成したものとして通知されると、記憶ノード
がこれ等を検束して、これをブロック９１０中で記憶ノ
ードの汎用待ち行列中に置く。又ブロック９１０中で記
憶ノードは記憶ノードの汎用行列から管理作業要素をは
ずし。

これをＱＤＳｌｏ中の発生した作業ノード待ち行列中に
置く。

ブロック９１０の管理作業要素の検束及び完成に続き、
ブロック９２０中でコンソールがポーリングされる。こ
れはオペレータからのコンソール指令（ｃＭＤ）をＩＨ
５Ｍが受取って、処理する手段である。この段階は処理
ループの各パスを実行し、ループの最後のパスの後にコ
ンソールのオペレータが指令を導入したかどうかを決定
する事によって実行される。

ＩＨ５Ｍはブロック９３０でなすべき作業１作業完成指
令、そのタイマの時間切れ、もしくは記憶ノード内の予
定作業の発生を待つ。ＩＨ３Ｍがブロック９３０で待機
している間に記憶タスクは処理を続ける。ブロック９３
０に続く他頁結合子７３７は第４回の上述のオン頁結合
子７３５に続く。この結合によって主処理ループが完了
する。

ＥＩＯ−１，作業ノード初期設定 第６図を参照するに、作業ノード初期設定のフローチャ
ートが示されている。この図は第３図の作業ノード待ち
行列初期設定ブロック６５０の詳細を示すブロック図で
ある。実行はブロック６４０からブロック９４０に続き
、ここでＱＤＳ　１０をオープンする。ブロック９４０
のＱＤＳＩＯのオープンはＶＳＡＭに関連するレコード
・データ・セットの通常のオープンである。ブロック９
５０で、ＱＤＳＩＯはこれをオープンした作業ノードに
よって予約される。ＱＤＳの予約は、プロセッサ間の相
互作用を防止する機構であり、作業ノードが初期設定さ
れつつある間にＱＤＳが記憶されているハードウェアへ
の入力及び出力を防止する。

従って作業ノードが、続く初期設定プロセスを完成する
間にすべての他のプロセッサはＤＡＳＤからブロック・
アウトされる。

初期設定を行っている事業ノードによってすべての他の
プロセッサ間ブロック・アウトされている間に、作業ノ
ードはブロック９６０でＱＤＳｌｏの相対レコード（Ｒ
Ｒ）Ｏを読取る。ＱＤＳｌｏの相対レコードＯは上記表
に示した様に制御レコード５００である。制御レコード
５００内のフィールドの１つは記憶ノードＩＤフィール
ド５１０である。決定ブロック９７０で初期設定中の作
業ノードは記憶ノード（ＳＮ）ＩＤフィールド５１０中
にＯを含んでいるかどうかを決定する。

記憶ノードＩＤフィールド５１０がＯを含んでいる場合
には、活動状態ノードは存在せず、ブロック１０２０に
Ｏに示した誤り条件が存在する。ブロック１０２０で、
ＱＤＳＩＯはクローズされ。

解放されて、実行は終了１０３０で終了する。

もし５ＮＩＤが非Ｏならば、決定ブロック９８０で処理
の起点がコールド・スタートであるかどうかの決定がさ
れる。決定ブロック９８０の決定はオペレータが与えブ
ロック６４０で処理したパラメータに基ずいてセットさ
れるフラッグに基づいている。もしシステムがコールド
・スタートを行っている場合には、作業ノードは決定ブ
ロック１０４０でその作業ノード（ＷＮ）セグメントが
存在するかどうかの決定をする。作業ノード・セグメン
トはＱＤＳｌｏ内の制御レコード５００のセグメントで
あり、作業ノードのＩＤフィールド及びその作業ノード
の待ち行列の最後の管理作業要素を示すポインタを含ん
でいる。

決定ブロック１０４０で初期設定を行っている作業ノー
ドの作業ノード・セグメントが存在する事が決定される
と、誤りが存在する。それはコールド・スタートでは既
存の作業ノード・セグメントが存在してはいけないから
である０例えば作業ノードがこの時点でそのＩＤが既に
作業ノード・セグメント中に存在する事を見出すと、こ
の事はホスト・プロセッサＩＤが２重になっている事を
示す、従ってブロック１０２０に示した様な誤り条件が
存在し、ＱＤＳＩＯがクローズされ、解放され、実行は
上述の様に終了１０３０で終了する。

決定ブロック１０４０で決定した結果１作業ノード・セ
グメントが存在しない場合には、初期設定処理を遂行す
る作業ノードのホストＩＤが利用可能であり実行は次項
結合子１０５０へと進む。

もし起点が決定ブロック９８０によってコールド・スタ
ートでない事がわかると、決定ブロック９９０で起点が
ホット・スタートであるかどうかの決定がなされる。

決定ブロック１０６０で起点がホット・スタートである
事が決定されると、決定ブロック１０６０で初期設定を
行っている作業ノードに対応する作業ノード・セグメン
トが存在するかどうかの決定がなされる。もし作業ノー
ド・セグメントが存在しない場合には誤り条件が存在す
る。それはホット・スタート中には作業ノード・セグメ
ントが既に存在しなければならないからである。従って
実行は上記の場合と同様に、ブロック１０２０に進む。

そうでない場合には、実行は次頁結合子１０７０に進む
。

もし起点が決定ブロック９８０で決定される様にコール
ド・スタートでもなく、決定ブロック９９０によって決
定される様にホット・スタートでもない時は、起点はウ
オーム・スタートである。

ウオーム・スタート中に初期設定を行っている作業ノー
ドに対応する作業ノード・セグメントが存在するかどう
かの決定がなされる。この決定は決定ブロック１０００
でなされる。作業ノード・セグメントが存在すると、実
行は次頁結合子１０７０に進む。

もし作業ノード・セグメントが存在しないと、決定ブロ
ック１０１０で作業ノードがそのホストＩＤを書込む事
が出来る空きの作業ノード・セグメントが存在するかど
うかの決定がされる。空きのセフメン１−が存在しない
時は１作業ノードはそのＩＤを置くセグメントがない。

従って実行は上述の様に、ブロック１０２０に進む。も
し空きのセグメントが存在すると、実行は次頁結合子１
０８０に進む。

次に第７図を参照するに、第６図のフローチャートの続
きが示されている。第６図の次頁結合子１０５０は第７
図の頁結合子１０５５と接続する。

この経路は起点がコールド・スタートで初期設定中の作
業ノードの作業ノード・セグメントが既に存在しない時
に作業ノードかたどる経路である。

従って、ブロック１０９０において、作業ノードはその
ホスト・プロセッサＩＤを利用可能な作業ノード（ＷＮ
）セグメント中に置く。例えば初期設定中の作業ノード
が作業ノード１である時には、ホスト・プロセッサＩＤ
は制御レコード５００の作業ノードＩＤフィールド５１
４中に置かれる。

もし、初期設定中の作業ノードが作業ノード２である時
には、そのホスト・プロセッサＩＤはフィールド５１８
中に置かれる。

利用可能な作業ノード・セグメント中に新らしい作業ノ
ード・ホストＩＤを含む更新制御レコード５００はブロ
ック１１００でＱＤＳ　ＩＯへ書込まれる。ブロック１
１５０で、ＱＤＳＩＯはこの作業ノードから解放され、
ブロック９４０でＱＤＳｌｏをオープンした作業ノード
のアクセス・タイマが始動する。これによってＱＤＳｌ
　０は複合システム中の他のノードに利用可能になり、
解放した作業ノードはそのアクセス・タイマが時間切れ
になる迄ＱＤＳ１０にアクセス出来なくなる。

第６図の次頁結合子１０７０は第７図の頁結合子１０７
５に接続する。この経路は起点がウオームもしくはホッ
ト・スタートであり、初期設定処理を遂行している作業
ノードのための作業ノード・セグメントが既に存在する
時にたどられる。この状態は作業ノードがダウンになり
、記憶ノードが走行を続けている時に再びアップに戻っ
た時に生ずる。この様な情況の下でこの作業ノードのた
めに動作出来る状態になかった記憶ノードは作業を完成
する事が可能になる。

任意の管理作業要素の作業が作業ノードのダウン中に完
成した事を決定するために、初期設定中の作業ノードは
決定ブロック１１３ｏ中でその作業ノード・セグメント
中のポインタが０であるかどうかを決定する。もしポイ
ンタがＯでない場合には除去される作業がその待ち行列
中にある。さらに初期設定中の作業ノードはブロック１
１４０に示した様に記憶ノード待ち行列に予定作業を通
知する。

決定ブロック１０１０中で決定される様にウオーム・ス
タートでは空きセグメントが存在し１、実行は次頁結合
子１０８０からオン頁結合子１０８５を介してブロック
１１１０に進む。ブロック１１１０で作業ノードは上述
の様にそのホストＩＤを利用可能な作業ノード・セグメ
ントに書込む。

更新制御レコード５００　（ＲＲ○）がブロック１１２
０でＱＤＳ　１０に書込まれ、作業ノードはＱＤＳＩＯ
を解放してのそのアクセス・タイマをブロック１１５０
中でセットし、終了１１６０で終了する。

ＥＩＯ−２，記憶ノード初期設定 第８図を参照するに、記憶ノード初期設定処理のフロー
チャートが示されている。第８図は第３図のブロック７
２０をより詳細に示したものである。実行はブロック７
１０からブロック１１７０に進み、ここでＱＤＳは作業
ノード初期設定のブロック９４０で説明した様にオープ
ンされる。又上述した様に、ＱＤＳＩＯはブロック１１
８ｏで予約され、他のプロセッサが記憶ノード初期設定
中にＱＤＳＩＯと相互作用するのが妨止される。

ＱＤＳ　１０中の制御レコード５００がブロック１１０
中で読取られる。

決定ブロック１２００で起点がコールド・スタートであ
るかどうかの決定がなされる。もし起点がコールド・ス
タートならば、ＱＤＳｌｏの制御レコード５００はブロ
ック１３１０で０が充填される。制御レコード５００中
の各位置を０にする事によって、前回の使用によって制
御レコード５００にあった任意の情報が完全に消去され
る。

ブロック１３２０で、記憶ノードとして初期設定中のホ
スト・プロセッサのＩＤが制御レコード５００内の記憶
ノード（ＳＮ）セグメント５０２の記憶ノードＩＤフィ
ールド５１０に書込まれる。

ブロック１３３０で、時間（タイム・スタンプ）活動フ
ィールド５２４の時刻が更新され、制御レコード５００
がＱＤＳ　１０中に書戻される。ＱＤＳｌｏが解放され
、記憶ノードのアクセス・タイマがブロック１３４０で
セットされる。ここでコールド・スタートの場合の記憶
ノードの初期設定が終了１３５０で終了する。

もし記憶ノードの起点が決定ブロック１２００によって
コールド・スタートでない事が判明すると、決定ブロッ
ク１２１０で起点がウオーム・スター１〜であるかどう
かの決定がなされる。もし起点がウオーム・スタートな
らば、決定ブロック１２４０で制御レコード５００の記
憶ノードＩＤのフィールド５１０中にある記憶ノードＩ
ＤがホストＩＤと同じであるかどうかの決定がなされる
。

決定ブロック１２４０の決定に対する答がＮｏの時は、
現在記憶ノードとして初期設定されているホスト・プロ
セッサはウオーム・スタートの前に記憶ノードとして働
いていたホスト・プロセッサと異なる（この様な事は希
である。それは所与の複合システムでは通常一つのホス
ト・プロセッサが記憶ノードとして働いているからであ
る）。従ってオペレータへの応答待ち書込み（ＷＴＯＲ
）がブロック１２６０で遂行される。ＷＴＯＲ手順で、
タスクはオペレータが応答する迄待機する。

もしオペレータがホスト・プロセッサを記憶ノードに強
制する様に決定ブロック１２７０で決定しない場合には
ブロック１２９０で誤りルーチンが遂行され、ＱＤＳｌ
ｏがクローズされ解放され、この初期設定処理が終了１
３００で終了する。この誤りの通常の原因は正しくない
ホスト・プロセッサを記憶ノードとして指定した事によ
る。

もしオペレータがそのホスト・プロセッサを記憶ノード
にしなければならない事を指示した場合には、実行は次
頁結合子１２８０に進む。もし決定ブロック１２４０で
制御レコード５００の記憶ノードＩＤフィールド５１０
中の記憶ノードＩＤがＨＳ　Ｍホスト・プロセッサＩＤ
と同じである事がわかると、実行は次頁結合子１２５０
に進む。

もし、起点がコールド・スタートでもなく（ブロック１
２００）、ウオーム・スタートでもない（ブロック１２
１０）場合には、起点がホット・スタートでなければな
らない。ホット・スタート中に、これと同じホスト・プ
ロセッサが記憶ノー１へ状態を保持していなければなら
ない。従って決定ブロック１２２０で制御レコード５０
０中の記憶ノードＩＤがＴ−Ｉ　Ｓ　Ｍのホスト・プロ
セッサのＩＤと回しであるかどうかの決定がなされる。

フィールド５１０の記憶ノードＩＤがホスト・プロセッ
サＩＤと同しならば、記憶ノードの初期設定は完了して
いるので終了１２３０で終了する。

第９図を参照するに、第８図のフローチャートの続きが
示されている。決定ブロック１２４０において記憶ノー
ドＩＤが８３Ｍホス１−・プロセッサＩＤと同じ事か決
定されたウオーム・スタートでは、実行は第８図の次頁
結合子１２５０からオン頁結合子１２５５を介して、ブ
ロック１３６０に進む。決定ブロック１２７０の決定に
従い、このホスト・プロセッサが記憶ノードになる場合
には、実行は第８図の次頁結合子１２８０からオン頁結
合子１２８５を介してブロック１４５０で記憶ノード・
セグメント中にホストＩＤが置かれる。

ブロック１３６０で制御レコード５００の割振りビット
・マツプ５２２を左から右に走査して、制御レコード５
００自体に対応するビットの次の最初の１を発見する。

この最初の１はＱＤＳＩＯの最初の活動状態にある管理
作業要素の位置を示している。割振りビット・マツプ５
２２中のこの１ビツトの位ｔＲは最初の活動状態の管理
作業要素を含むＱＤＳｌｏ内の相対レコードの番号を示
す。

決定ブロック１３７０中で、管理作業要素（ＭＷＥ）が
見出されたかどうかの決定がなされる。

従って全割振りビット・マツプを走査して１を発見しな
かった時は決定ブロック１３７ｏの決定に対する答えは
ＮＯであり、全ＱＤＳＩＯは空きである。ウオーム・ス
タートでＱＤＳ　１０が空きであると、活：？ｌ＋時間
フィールドの時刻がブロック１４２０で更新され、制御
レコード５００がＱＤＳｌｏの相対レコード０中に１１
ト戻される。ブロック１４３０でＱＤＳＩＯは解放され
、記憶ノードのアクセス・タイマが始動する。終了１４
４０はウオーム・スタートに基づく記憶ノードの初期設
定が成功裡に完成した事を示す。

管理作業要素が見出されると（ブロック１３７・０）、
決定ブロック１３８０でその管理作業要素が完成した管
理作業要素であるかどうかの決定がなされる。管理作業
要素が完成していると、これはブロック１３９０で正し
い作業ノード作業完成待ち行列中に置かれる。もし管理
作業要素が完成していないと、管理作業要素は記憶ノー
１−の汎用待ち行列中に置かれる。

管理作業要素が完成していて作業ノード作業完了待ち行
列中に置かれるか、もしくは完成していなくて記憶ノー
ドの汎用待ち行列中に置かれるかにかかわりなく、ブロ
ック１４００中で制御レコード５００の割振りビット・
マツプ５２２が走査され、次の管理作業要素が発見され
る。実行は決定フロック１３７０にループ・バックして
、この中で他の管理作業要素が存在するかどうかの決定
がなされる。他の管理作業要素が存在しない場合には、
実行は上述の様に終了１４４０に進む。もし管理作業要
素が見出されると、再び決定ブロック１３８０中でこれ
を作業ノード待ち行列に置くか、記憶ノードの汎用待ち
行列中に置くかの決定°がなされ、再びブロック１４０
０中で割振りビット・マツプ５２２が走査される。

このループはＱＤＳ　１０中のすべての管理作業要素が
探知される迄続く。この動作がウオーム・スタートの記
憶ノード初期設定中になされるのは、ＱＤＳｌｏ内の成
る管理作業要素が完成していて、他の管理作業要素は完
成していないが、後の動作のためにすべての完成管理作
業要素を夫々の作業ノード待ち行列中に置き、完成して
いないすべての管理作業要素を記憶ノード待ち行列中に
並へつくすための終結処理が必要だからである。

Ｅ１１１作業ノ作業ノード待要素検索 第１０図を参照するに、第５図のブロック８３０内の動
作の詳細なフローチャートが示されている。ブロック８
３０中では１作業ノードが検索され、処理される。実行
は決定ブロック８２０から決定ブロック１４６０に進行
し、作業ノードのＱＤＳアクセス・タイマが時間切れに
なっているかどうかが決定される。もし、作業ノードの
アクセス・タイマが時間切れになっていないと、作業ノ
ードはまだＱＤＳＩＯにアクセス出来ず、終了１５４０
に出る。

もし作業ノード・アクセス・タイマが時間切れになって
いると、作業ノードはブロック１４６０に示した様にそ
れ自身の汎用待ち行列をロックしている。これによって
作業ノード内で走行中の他のタスクは作業ノード待ち行
列にアクセス出来ず作業ノード管理作業要素を検索する
。（作業ノードが管理作業要素を検索している間に汎用
待ち行列へのアクセスを許すと、待ち行列にする処理が
遮げられる）。ブロック１４８０で管理作業要素を検索
する作業ノードはＱＤＳｌｏを予約し、他のホスト・プ
ロセッサをＱＤＳ　ＩＯからロック・アウトする。ブロ
ック１４９０で作業ノードはＱＤＳＩＯから制御コート
５００を読取る。

次に作業ノードはＱＤＳＩＯの制御レコード５００内の
作業ノード・セグメントを探索する。決定ブロック１５
００中で作業ノードがその作業ノード・セグメントを発
見したかどうかの決定がされる。作業ノードがその作業
ノード・セグメントを見つけ得なかった場合には、誤り
条件が存在し、ブロック１５６０で作業ノード汎用待ち
行列がロックされ、解放されて、処理は終了１５７０で
終了する。

上述の様に１作業ノードはＱＤＳ　１０をアクセスする
毎に、この誤り検査を行い、例えば媒体の故障によるＱ
ＤＳ　１０中の情報の破壊を検出する。

作業ノードが検査した作業ノード・セグメントが正確で
ある事がわかると、ＱＤＳｌｏ内の他のデータが正しい
という高い確信がもてる。それは多くの故障は全レコー
ドを破壊し、成るフィールドを破壊して他のフィールド
を完全に残すという様な事がないからである。

作業ノード・セグメントが決定ブロック１５００中で見
出されると、決定ブロック１５１０で制御レコード５０
０の記憶ノードＩＤフィールド５１０が０を含むかどう
かの決定がなされる。フィールド５１０のＯ値は記憶ノ
ードが不活動状態にあり、ブロック１５６０中で誤り条
件が発生されて作業ノードの汎用待ち行列がクローズさ
れ、解放される。

記憶ノードＩＤフィールド５１０が０でない場合には、
ブロック１５２０で時間活動フィールド５２４中の時刻
を調べて、経過時間が（例えば）５分以内であるかどう
かを知る。記憶ノードはＱＤＳＩＯをアクセスする度に
フィールド５２４中の活動時間を更新しているので、時
間が５分以上経っているという事は記憶ノードがかなり
の時間ＱＤＳをアクセスしていない事を示し、記憶ノー
ドの故障の様なシステムの故障がある事を示す。

もし長時間の経過が発見されると（おそらく記憶ノード
待ルド出来ない事を示す）、ブロック１５８０でオペレ
ータへの返答待ち書込み（ＷＴＯＲ）が行われる。さら
に決定ブロック１５２０が時間が５分以上経っている事
を決定した時に処理中の管理作業要素があって、オペレ
ータがＷＴＯＲに取消し指令で応答する時は管理作業要
素は取消さ九る。オペレータの応答が続けよであれば、
管理作業要素は消去されない。時間が５分以上経ってい
ない時は、実行は次頁結合子１５３０に続く。

第１１図を参照するに、頁結合子１５３５は第１０図の
次頁結合子１５３０に継っている。決定ブロック１５９
０で、作業ノード汎用待ち行列から受取った管理作業要
素が既にＱＤＳＩＯ内の記憶ノード待ち行列中にあるか
どうかの決定がなされる。作業ノード汎用待ち行列は予
定作業をタスク指名し、完成した作業を受取るための汎
用記憶装置である。従って作業ノード汎用待ち行列内の
種々の管理作業要素は、これを記憶ノード待ち行列中に
Ｉｔ￥＜べきか、もしくはこれに戊に置かれているかも
しくは記憶ノードによって既に処理されたかを決定しな
ければならない様な種々の状態にある。

例えば、作業ノード汎用待ち行列内の管理作業要素には
ＱＤＳ　ＩＯに通知されるのを待っているか、ＱＤＳ　
１０に通知されてはいるが完成していないか、完成して
検索されたが、削除されていないものがある。管理作業
要素が既にＱＤＳＩＯに存在する時には実行は決定ブロ
ック１６６０に分岐し、ここで作業ノード汎用待ち行列
中にさらに管理作業要素（ＷＮＥ）が存在するかどうか
を示す決定がなされる。

もし作業ノード汎用待ち行列中の管理作業要素が、決定
ブロック１５９０で判明する様に、予じめＱＤＳ　ＩＯ
中になければ、決定ブロック１６００で管理作業要素が
削除可能であるか、待機型の作業要素であるかどうかが
決定される。要素が削除可能であるならば管理作業要素
はブロック１７００において除去され、実行は決定ブロ
ック１６６０に進み、さらに管理作業要素が存在するか
が決定される。ブロック１７００での除去は作業ノード
汎用待ち行列から管理作業要素を取除き、取除かれた管
理作業要素は要求者に戻される。

決定ブロック１６００によって判明する様に、管理作業
要素が待機型で削除型でなければ、決定ブロック１６１
０で作業ノード汎用待ち行列中の管理作業要素がＱＤＳ
ＩＯ内の記憶ノード予定作業待ち行列中に並べなければ
ならないかどうかの決定がなされる。もし考察中の管理
作業要素が局所的に処理される作業ノード要求であれば
、決定ブロック１６１０の決定に対する答はＮｏであり
、実行は上述の如く決定ブロック１６６０に進む。

考慮中の管理作業要素が、決定ブロック１６１０で決定
された結果、記憶ノード予定作業待ち行列に加えなけれ
ばならないものである時は、ＱＤＳＩＯ内の割振りビッ
ト・マツプ５２２がブロック１６２０で走査され、マツ
プ５２２内の相対ビット位置のＯによって示される最初
に利用出来る相対レコードを発見する。ブロック１６２
０の走査で利用可能なレコードが発見されると、管理作
業要素がブロック１６３０でその利用可能なレコ−ト中
に保管される。

この管理作業要素はＱＤＳ　１０中の記憶ノード予定作
業待ち行列中に並べられるが、この時記憶ノード・ポイ
ンタ・フィールド５１２中に存在する相対レコード番号
を並べられた管理作業要素の相対レコード番号フィール
ド５４４に書込み、管理作業要素が挿入されたレコード
の相対レコード番号を制御レコード５００の記憶ノード
・ポインタ・フィールド５１２に書込む。ブロック１６
３０に示す様に管理作業要素を配列した時、実行はブロ
ック１６７０に進み、更新制御レコード５００をＱＤＳ
ＩＯに書戻す。この動作が必要なのは。

作業ノードは管理作業要素を記憶ノード待ち行列に加え
た時に、制御レコード５００のポインタ・フィールド５
１２を更新するが、この情報を変更した時にＱＤＳＩＯ
に書込んで、作業ノード汎用行列の処理が完成する前に
この実行が割込まれた場合にＱＤＳＩＯの完全性を保持
しなければならないからである。

決定ブロック１６４０で、記憶ノード予測作業待ち行列
に加えられた管理作業要素が非待機型管理作業要素であ
るかどうかの決定がなされる。管理作業要素が待機型の
管理作業要素である場合には、実行は決定ブロック１６
６０に進み、上述の様に作業ノード汎用作業要素中にさ
らに管理作業要素が存在するかどうかの決定がなされる
。もし記憶ノード待ち行列に加えられる管理作業要素が
決定ブロック１６４０で判明する様に非待機型の管理作
業要素である時は、記憶ノード予定作業待ち行列に加え
た管理作業要素はブロック１６５０で作業ノード汎用待
ち行列からはずされる。管理作業要素が非待機型の要素
である時には、作業ノードはこれを待っていないので、
記憶ノードは作業ノード待ち行列中に応答を置く必要は
ない。

ブロック１６５０で作業ノード混打待ち行列から管理作
業要素をはずした後、実行は決定ブロック１６６０に進
みここで作業ノード汎用待ち行列中にさらに管理作業要
素が存在するかどうかの決定がなされる。作業ノード混
打待ち行列中にさらに管理作業要素が存在する時は、ル
ープが繰返されて、決定ブロック１５９０から始まって
、ここで作業ノード汎用待ち行列中の次の管理作業要素
が既に存在するかどうかが決定される。

このループは記憶ノードの予定作業待ち行列中に置かれ
るべき作業ノード汎用待ち行列のすべての管理作業要素
が処理される迄繰返される。すべてのこの様な管理作業
要素が処理された時、実行は決定ブロック１６６０から
次頁結合子１６８０に進む。この時、作業ノードは管理
作業要素を記憶ノード待ち行列中に置き終え、次頁結合
子１６８０を介して、完成した管理作業要素を記憶ノー
１〜から検索して戻す段階に進む。完成した管理作業要
素は記憶ノードによって各作業ノードの作業完了待ち行
列中に置かれる。

Ｅ１２０作業ノード−管理作業要素の完成第１２図を参
照するに、管理作業要素を検索する第５図のブロック８
５０の機能のより詳細なフローチャートが示されている
。作業ノードがその管理作業要素を記憶ノード予定作業
待ち行列中に置き、完成した管理作業要素をその作業完
成待ち行列から検索する用意が出来た時、実行は第１１
図の次頁結合子１６８０から頁結合子１９５０に進む。

ブロック１９６０で、作業ノードの作業完成ポインタが
保管される。例えば、この処理を実行している作業ノー
ドが作業ノード１である時には、ＱＤＳＩＯの制御レコ
ード５００のポインタ・フィールド５１６が保管される
。この処理を作業ノード２が処理している時は、ポイン
タ・フィールド５２０が保管される。

決定ブロック１９７０で保管ポインタが０であるかどう
かの決定がなされる。ポインタがＯでない時は、作業ノ
ードの作業完成待ち行列は空でなく、記憶ノードが作業
ノードのためのいくつかの管理作業要素を完成している
事を意味している。

これ等の完成管理作業要素は作業ノードによって検索さ
れなければならない。管理作業要素を検索するために、
ブロック２０３０において、作業ノードはブロック１９
６０において保管しておいた制御レコード５００の適切
なポインタ・フィールドのポイントが指示する管理作業
要素を読取る。

この要、＋３は作業ノードの作業完成待ち行列上に最後
にｌｉ’ｔか九だ完成した管理作業要素である。この管
理作業要素がブロック２０４０でこれを検索してる作業
ノードの汎用待ち行列にコピーされる。

ブロック２０４０で作業ノードの汎用待ち行列にコピー
した管理作業要素の相対レコード番号フィールド５４４
は作業ノードの作業完成待ち行列中の次の管理作業要素
を指摘する。このポインタはブロック２０５ｏで保管さ
れ、作業ノードが次の管理作業要素をＱＤＳＩＯから検
索出来る様にする。

作業ノードのバッファ中にある制御レコード５００は作
業ノードの待ち行列の次の管理作業要素の相対レコード
番号を適切なポインタ・フィール１’、例えば作業ノー
ド１のためのフィールド５１６にｇ込む事によって更新
される。次に制御レコード５００はＱＤＳＩＯに害戻さ
れる。作業ノー１−がその作業完成待ち行列を検索して
いる間にＨ３Ｍの動作を突然停止させる様な誤りが生じ
た場合には、この様な手段でＱＤＳｌｏが更新される。

ブロック２０６０で管理作業要素の呼出者に要求した機
能が完成した事が知らされる。

次に実行は決定ブロック１９７０に戻り、ブロック２０
３０１’ＱＤＳＩＯから検索した管理作業要素の相対レ
コード番号フィールド５４４中から読取ったポインタが
０であるかどうかが決定される。ポインタがＯでない時
は作業ノードの作業完成待ち行列は空でなく、ブロック
２０３０．２０４０．２０５０及び２０６０を含むルー
プが繰返される。待ち行列が空きでＯに等しいポインタ
がＱＤＳ　１０から読取った最後の管理作業要素の相対
レコード番号フィールド５４４中に存在する時は、ブロ
ック１９８０で作業ノード汎用待ち行列がアドレスされ
る。次に実行は次頁結合子１９９０に進む。

次に第１３図を参照するに、実行は次頁結合子１９９０
からオン頁結合子２１２０に導入する。

決定ブロック２０７０で、作業ノードの汎用待ち行列中
に管理作業要素が存在するかどうかの決定がなされる。

もし存在しない時は、作業ノードは管理作業要素を記憶
ノード予定作業待ち行列中に並へる処理とそれ自身の作
業完成待ち行列から完成した管理作業要素をはずす処理
の両方を完了している。ブロック２１３０でＱＤＳＩＯ
及び作業ノードの待ち行列が解放される。さらにブロッ
ク２１３０で、作業ノードのアクセス・タイマが始動す
る。この処理は終了２１４０で終わる。

ブロック２０７０で、作業ノード汎用待ち行列中にまだ
管理作業要素が存在すると、決定ブロック２０８０中で
管理作業要素が完成してＱＤＳｌｏ中に通知されたかど
うかが決定される。管理作業要素が完成していて通知さ
れていると、決定ブロック２０９０で完成し通知された
管理作業要素の受取りを呼出者が肯定応答したかどうか
についての決定がなされる。もし受４３に肯定応答がな
されていると、管理作業要素は完全にＱＤＳＩＯから除
去され、ブロック２１００に示した様に割振りビット・
マツプ５２２中の対応するビットがＯにされ、更新制御
レコード５００がＱＤＳＩＯにｇ込まれる。次にブロッ
ク２１１０で管理作業要素は作業ノードの汎用待ち行列
からはずされる。

第１３図に示したループは作業ノード汎用待ち行列中に
もはや管理作業要素がなくなる迄繰返され、終了２１４
０で通常の終了が生ずる。

Ｅ１３．記憶ノード−予定作業の検索 第１４図を参照するに、記憶ノードが処理すべき管理作
業要素を探索する方法の流れ図が示されている。この図
は第５図のブロック８７０（ＭＷＥの検索、処理〕の詳
細である。実行はブロック８６０から決定ブロック１７
１０に進み、ここで記憶ノードのアクセス・タイマが時
間切れになっているかどうかの決定がなされる。もし記
憶ノードのアクセス・タイマが時間切れになっていない
時には、記憶ノードはＱＤＳ　１０にアクセス出来ず、
終了１７８０で終了する。

記憶ノードのアクセス・タイマが時間切れであると、記
憶ノードはＱＤＳＩＯへのアクセスが許容され、ブロッ
ク１７２０で記憶ノード汎用待ち行列をロックして、記
憶ノードがＱＤＳＩＯをアクセスしている間に記憶ノー
ドで走行中のタスクが汎用待ち行列を妨害しない様にさ
れる。ブロック１７３０で記憶ノードＱＤＳ　ＩＯを予
約し、すへての作業ノードを閉出し、ブロック１７４０
でＱＤＳＩＯから制御レコード５００を読取る。次に実
行は次頁結合子１７７ｏを介して他の図面に移る。

第１５図を参照するに、実行は次頁結合子１７７０から
オン頁結合子１７７５へ進む。決定ブロック１８１０で
ＱＤＳｌｏ中の制御レコード５００の記憶ノード・ポイ
ンタ・フィールド５１２内の記憶ノードの予定作業ポイ
ンタが０であるかの決定がなされる。ポインタ・フィー
ルド５１２中の記憶ノードの予定作業ポインタが０の場
合には。

記憶ノードの予定作業待ち行列は空きであり、実行はオ
フ頁結合子１８９０に進行する。さらに決定ブロック１
８１０でなされる決定はＱＤＳＩＯの内容を無効にする
媒体の故障を検出するのを助ける。

決定ブロック１８１０によって記憶ノードの予定作業待
ち行列中に管理作業要素が存在する事が決定されると、
ブロック１８２０中で予定作業ポインタが保管され、記
憶ノード予定作業ポインタ・フィールド５１２にＯが置
かれる。ポインタ・フィールド５１２をＯにする事によ
って新らしい記憶ノード予定待ち行列が作業ノードによ
り構築出来、この間に現在の予定作業待ち行列は記憶ノ
ードによって処理可能になる。

さらにブロック１８２０で活動時間フィールド２４の時
間が更新される。ＱＤＳｌｏを更新したものがブロック
１８３０で保管され、ブロック１８４０でＱＤＳ　１０
が記憶ノードによって解放される。この解放によって作
業ノードはＱＤＳＩＯにアクセラが可能になり、他の記
憶ノード予定作業待ち行列を非同期的に構築し、完成し
た管理作業要素の検索が可能になる。ブロック１８２０
で記憶ノードによって保管された記憶ノード・ポインタ
・フィールド５１２からのポインタによって指示された
管理作業要素がＱＤＳ　ＩＯから読取られる。この管理
作業要素はブロック１８６０で記憶ノードの汎用待ち行
列中に並べられる。記憶ノードがＱＤＳ　１０にアクセ
スしている間に記憶ノードが予定作業待ち行列の処理を
進める事が出来るのは記憶ノードの待ち行列の処理がポ
インタを変更せず、同期的な解放がないからである。

ブロック１８７０において、ブロック１８６０で記憶ノ
ード汎用待ち行列中に並べられた管理作業要素の相対レ
コード番号フィールド５４４が読取られ、待ち行列中に
さらに管理作業要素が存在するかどうかを決定するのに
使用し、もし存在する時は次の要素がどこに存在するか
が決定される。

従って決定ブロック１８８０では、相対レコード番号フ
ィールド５４４がＯであるかどうかを決定する。

もしポインタがＯでなければ、待ち行列中には少なく共
１つ以上の管理作業要素が存在し、実行ループはブロッ
ク１８５０に戻って、この管理作業要素を読取る。ブロ
ック１８５０を決定ブロック１８８ｏを介して実行する
時は、前の管理作業要素のフィールド５４４が使用され
て、次の管理作業要素を読取る。記憶ノード汎用待ち行
列中に並べられた最後の管理作業要素のフィート５４４
のポインタがＯである時は記憶ノード予定作業待ち行列
中にはもはや管理作業要素が存在せず、実行は決定ブロ
ック１８８０から次頁結合子１８９０に進む。

Ｅ１４．記憶ノード−管理作業要素の完成法に第１６図
を参照するに、第１５図の次頁結合子１８９０はオン頁
結合子２１５０に続＜、ＱＤＳＩＯはブロック１８４０
で記憶ノードによって解放されているので、記憶ノード
はＱＤＳ　１０をブロック２１６０で再び予約しなけれ
ばならない。記憶ノー１−は、再びブロック２１７０で
制御レコード５００を読取り、ブロック２１８０で記憶
ノードの汎用待ち行列の最上部をアドレスする。

次に実行は次頁結合子２１９０で次頁に進む。

第１７図を参照するに、第１６図の次頁結合子２１９０
は頁結合子２１９５に続く。決定ブロック２２１０で、
記憶ノード汎用待ち行列に管理作業要素が存在するかど
うかが決定される。もし存在する時は決定ブロック２２
２０で管理作業要素が完成し、ＱＤＳ　Ｉ　Ｏ中に存在
するかどうかの決定がなされる。もし管理作業要素が完
成し、ＱＤＳＩＯ中に存在する時はブロック２２５０で
管理作業要素が待機型管理作業要素であるかどうかの決
定がなされろ。

管理作業要素が待機型作業要素である時は、適切な作業
ノード・セグメントの作業ノードのポインタ・フィール
ド中にポインタはブロック２２６０でその作業ノードの
作業完成待ち行列に並べられている管理作業要素の相対
レコード番号フィールド５４４に保存される。さらに、
並べられた管理作業要素の相対レコード番号（ＲＲＮ）
が適切な作業ノード・セグメントのポインタに書込まれ
る。例えば、管理作業要素が作業ノード１によって通知
された場合には、＃、べられた管理作業要素の相対レコ
ード番号はポインタ・フィールド５１６に３己憶される
。

ブロック２３４０で完成した管理作業要素はＱＤＳＩＯ
の作業ノード・ポインタ・フィールドに保存された位置
に書込まれ、更新制御レコード５ＯＯがＱＤＳ　１０の
相対レコードＯに保存される。

管理作業要素はブロック２３５０で記憶ノードの汎用待
ち行列からはずされる０次に実行は決定ブロック２２１
０にループし、ここで記憶ノードの汎用待ち行列中にさ
らに管理作業要素が存在するかどうかが決定される。

処理中の管理作業要素が決定ブロック２２５０によって
決定さる様に待機型の管理作業要素でない時は、管理作
業要素に対応する割振りビット・マツプ５２２中のビッ
トはブロック２３２０で０にされる。さらにブロック２
３３０で記憶ノード汎用待ち行列から管理作業要素が剥
脱される６次に実行は決定ブロック２２１０にループし
、上述の様に記憶ノードの汎用待ち行列中に追加の管理
作業要素が存在するかどうかが決定される。決定ブロッ
ク２２１０によって記憶ノード汎用待ち行列中にもはや
管理作業要素が存在しない事がわかると、活動時間フィ
ールド５２４の時刻がブロック２２７０で更新され、制
御レコード５００がＱＤＳＩＯの相対レコード０に書込
まれる。ブロック２２８０″′Ｃ″ＱＤＳＩＯ及び記憶
ノード汎用待ち行列が記憶ノードよって解放され、記憶
ノードのアクセス・タイマがセットされる。次に実行は
終了２２９０で終了する。

Ｆ０発明の詳細 な説明したように、本発明よにれば、多重プロセッサ・
システムの複数のプロセッサの１つを記憶ノードに指定
し、残りのプロセッサを作業ノ

【図面の簡単な説明】

第１Ａ図は複数の周辺データ記憶装置を有する多重ホス
ト・データ処理システムの簡単なブロック図である。第
１Ｂ図は本発明によって定搗される空間及び定義域を示
す変形ペン図である。第２Ａ図はホスト・プロセッサの
ための共通のデータ・セットである待ち行列データ・セ
ットを示す図である。第２Ｂ図は第２Ａ図の待ち行列デ
ータ・セットに並べる事が出来る通信データ・パケット
のキー・フィールドを示す図である。第３図、第４図、
第５図は本発明の多重ホスト・データ処理システムのホ
スト・プロセッサで同時に実行される計算機プログラム
の初期設定及びシャットダウン処理を示す簡単なフロー
チャートである。第６図、第７図は移送及びバックアッ
プ空間を独占的に制御しないノードの１つのための待ち
行列初期設定を示す詳細なフローチャートである。第８
図、第９図はマイグレーション及びバックアップ空間を
独占的に制御するノードのための待ち行列初期設定を示
す詳細なフローチャートである。第１０図、第１１図、
第１２図及び第１３図は移送及びバックアップ空間を排
他的に制御しないノードの１つのための通信データ・パ
ケットの検索及び処理を示す詳細なフローチャートであ
る。第１４図、第１５図、第１６図及び第１７図は移送
及びバックアップ空間を独占的に制御する通信データ・
パケットの検索及び処理を示す詳細なフローチャートで
ある。 １０・・・待ち行列データ・システム（ＱＤＳ）、１５
・・・多重プロセッサ・システム、５０・・・Ｈ８Ｍ管
理空間、６０・・Ｈ８Ｍ所有空間、６３・・マイクレー
ジョン空間、６６・・・バックアップ空間、１００．１
１０．１２０，１３０，１４０，１５０　・直接アクセ
ス記憶表ｋｌ　（ＤＡＳＤ）、２００．２１０．２２０
．２３０・ＣＰＵ、１６０．１７０．１７５・・・移送
空間の２次ボリューム、１８０，１８５．１９０．１９
５・・・バックアップ空間のボリューム。 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） 多重プロ（？、４ｊシステム 才３圀 シｖ９１−ダ々ンダソ里７０−ティート才４　日 シャ・斗りウン２ｆｆフローテｖ−ｌ−才　５Ｉ￥１ 道店テ一り・パγ９１〜 キラりＲダ匹−刀ｔフロー手マート プヒ　１６　しろ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 多重プロセッサ・システムのプロセッサのすべてにアク
   セス可能な、少なくとも共通にアクセス可能な記憶媒体
   を有する多重プロセッサ・システム中で、サービス要求
   を発生する多くの同時的な処理を制御する方法であって
   、 （ａ）多重プロセッサ・システムのプロセッサの１つを
   記憶ノードとして指定し、 （ｂ）多重プロセッサ・システムの残りのプロセッサを
   作業ノードとして指定し、 （ｃ）作業ノード中の処理によつて発生したサービス要
   求を認識し、 （ｄ）上記サービス要求を上記共通にアクセス可能な記
   憶媒体に送り、 （ｅ）上記記憶ノードが上記共通にアクセス可能な記憶
   媒体から上記サービス要求を検索して、処理する段階を
   含む、 作業ノードの各々と記憶ノードが記憶媒体だけを通じて
   通信する事を特徴とする多重プロセッサ・システム中の
   多重同時処理制御方法。