JP2765672B2 - データ転送及びデータ除去のための制御方法並びにコンピュータ・システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】共用ＤＡＳＤ及び共用電子記憶機
構（ＳＥＳ）への付加（attachment）をサポートする複
数のオペレーティング・システムからなるデータ処理シ
ステムでは、ディスク上、共用電子記憶機構に含まれる
キャッシュ中、及びローカル・プロセッサ記憶装置中
で、データを共用し管理しなければならない。ＤＡＳＤ
と共用電子記憶機構の間でのデータ移動の管理では、デ
ータが記憶位置間を移動中にデータへの継続的アクセス
を保証し、最も頻繁に参照されるデータが記憶機構中に
常駐したままとなるように共用電子記憶域の使用を最適
化し、記憶機構でのまたはＤＡＳＤを含む入出力サブシ
ステムでの混雑を避けるため、共用電子記憶機構からＤ
ＡＳＤへ修正済みデータを効率的に移動させる手段を提
供する問題に対処しなければならない。

【０００２】具体的には、本発明は、データ・ブロック
のキャッシュ・バージョンを、多重システム・データ共
用複合体中で更新された後に、２次記憶域に確実に移動
する際のシステム効率を高めることに関する。

【０００３】本願発明は以下の出願に関連する。 特願平３−２９９２７３号 "Configurable, Recoverable Parallel Bus"と題するN.
G.Bartow他の米国特許出願第839657号(1992年2月20日出
願）。"High Performance Channels For Data Processi
ng Systems"と題するN.G.Barrow他の米国特許出願第839
652号（1992年2月20日出願）。"Frame-Group Transmiss
ion And Reception For Parallel/Serial Buses"と題す
るN.G.Bartow他の米国特許出願第839986号（1992年2月2
0日出願）。"Communication Messages Between Process
ors And A Coupling Facility"と題するD.A.Elko等の米
国特許出願第860380号。"Sysplex Shared Data Coheren
cy Method and Means"と題するD.A.Elko等の米国特許出
願第860805号。"Method and Apparatus For Distribute
d Locking of Shared Data, Employing A Central Coup
ling Facility"と題するD.A.Elko他の米国特許出願第86
0808号。"Command Quiesce Function"と題するD.A.Elko
他の米国特許出願第860330号。"Storage Element For A
Shared Electronic Storage Cache"と題するD.A.Elko
他の米国特許出願第860807号。"Command Retry System"
と題するD.A.Elko他の米国特許出願第860378号。"Integ
rity Of Data Shared Between Caches Over A Link"と
題するD.A.Elko他の米国特許出願第860800号。"Managem
ent Of Data Objects used To Maintain State Informa
tion For Shared Data At A Local Complex"と題するJ.
A.Frey他の米国特許出願第860797号。"Recovery Of Dat
a Objects Used To Maintain State Information For S
hared Data At A Local Complex"と題するJ.A. Frey他
の米国特許出願第860647号。"Message Path Mechanism
For Managing Connections Between Processors And A
Coupling Facility"と題するD.A.Elko他の米国特許出願
第860646号。"Method And Apparatus For Notification
Of State Transitions For SharedLists of Data Entr
ies"と題するJ.A.Frey他の米国特許出願第860809号。"M
ethod And Apparatus For Performing Conditional Ope
rations on Externally Shared Data"と題するD.A.Elko
他の米国特許出願第860655号。"Apparatus And Method
For List Management In A Coupled Data ProcessingSy
stem"と題するJ.A.Frey他の米国特許出願第860633号。"
Interdicting I/O And Messaging Operations In A Mul
ti-System Complex"と題するD.A.Elko他の米国特許出願
第860489号。"Method And Apparatus For Coupling Dat
a Processing Systems"と題するD.A.Elkoの米国特許出
願第860803号。

【０００４】

【従来の技術】典型的には、プロセッサ中の従来のハー
ドウェア・キャッシュは、固定サイズのデータ・ブロッ
クを有する記憶アレイを備えている。こうした記憶装置
は、ハードウェアから見ると線形のブロック・アレイに
見える。キャッシュ中のデータ・ブロックは、キャッシ
ュ・ディレクトリによって管理される。キャッシュ・デ
ィレクトリはＬＲＵ記憶域参照に基づいてデータ・ブロ
ックを無効にし、あるいはキャッシュにキャストインし
またはキャッシュからキャストアウトする。周知の種類
のハードウェア・キャッシュが、中央演算処理装置（Ｃ
ＰＵ）及びＤＡＳＤ（直接アクセス記憶装置）中で使用
されている。

【０００５】複数の独立して動作するコンピュータ・シ
ステムがデータを共用する、データベース・システムで
は、異なるシステム中でのデータのコヒーレンシ（cohe
rency）を維持するために大域ロッキングが必要とされ
る。A.J.ヴァン＝デ＝ゴール（van de Goor)は、"COMPU
TER ARCHITECTURE AND DESIGN"、Addison Wesley（1989
年）で、データ・コヒーレンシの問題を、非常に多数の
プロセッサ間でデータを共用すると、データへの経路が
多数あり、またデータをローカルで修正する機会がある
ために、一致しないデータのコピーが存在する可能性が
生じるという問題として論じている。

【０００６】データ・コヒーレンシの問題に対する解決
策がいくつか提案されている。それらはすべて、基本的
に、中央位置から検索されたデータに対する大域ロック
の存在に基づくものである。データがページ付けされて
いるものと仮定すると、あるディスクに記憶されている
データを共用する多重コンピュータ・システムの１つの
コンピュータ・システムが、データの１ページに対する
大域ロックを獲得し、そのページを得て更新する。ロッ
クは、そのページが更新のために獲得されていることを
他のコンピュータ・システムに知らせる。そのページに
対するロックを解除する前に、そのロックを保持するコ
ンピュータ・システムは、そのページをディスクに書き
込み、その後、自分のローカル・キャッシュ中に保持さ
れるページのコピーを無効にするようにとのメッセージ
を生成し、他のコンピュータ・システムに送る。当該ペ
ージに対するこのロックは、そのページに対するアクセ
ス権を有する他のあらゆるコンピュータ・システムから
肯定応答を受け取るまで解除されない。これと類似の解
決策は、米国特許第４３９９５０４号及び第４９６５７
１９号に詳しく記載されている。この解決策を取り入れ
た、本願の出願人から市販している商用製品は、データ
共用機能を備えたＩＭＳ／ＶＳシステムである。

【０００７】従来技術の大域ロック・システムは、デー
タ・コヒーレンシの維持に大きな利益をもたらす。しか
し、それに固有のオーバーヘッド上の不利益として、ペ
ージ更新時に入出力手順を実行する必要があり、また他
のシステムに通知してロックを解除するために入出力手
順後にメッセージ交換を行う必要があることが挙げられ
る。

【０００８】従来技術の大域ロッキングは、非データ共
用の単一システムの場合に使用すると、データを更新す
る各トランザクションが修正済みデータをログ・レコー
ドと共に記憶域に書き込んでからでないと、そのトラン
ザクションが完全にコミット（commit）されないという
コミット方針を実施することにより、トランザクション
間でデータ・コヒーレンシ（コンシステンシ）を維持す
る上で余分のオーバーヘッドを生じる。これは、各修正
トランザクションごとに１ページにつき１つの入出力手
順を必要とし、オーバーヘッド・コストが増加する。

【０００９】それとは対照的に、単一システム非データ
共用の場合にＩＢＭ ＤＢ２は、トランザクションをコ
ミットするために、更新されたページを記憶域に書き戻
すのに入出力プロセスを必要としない方針に従ってい
る。複数のコンピュータ・システムが１つまたは複数の
データ記憶サイトにアクセスするというデータ共用状況
で前記のプロトコルを使用する場合、記憶域への書き戻
しが必要であり、かつメッセージ遅延があるために、性
能が著しく低下する可能性がある。

【００１０】多数の記憶段を含む多重コンピュータ・デ
ータ共用システムでは、第２の記憶段は１個または複数
の直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）からなり、それが
独立に動作するコンピュータ・システムによって共用さ
れることが企図されている。階層的に配列された記憶シ
ステム用の典型的な命名法では、ＤＡＳＤ及び他のその
ような記憶機構を「２次」記憶域と分類している。な
お、２次記憶域には、データをそこから「１次」記憶域
に移さないと、ＣＰＵがそれを直接参照できない、すべ
ての機構が含まれる。さらに、キャッシュ技法が、共用
データ用の高速で頻繁にアクセスされる記憶域を提供す
るのに役立つであろうことが企図されている。様々な理
由から、データは、ＤＡＳＤから獲得された後に、デー
タベース・システムによって共用キャッシュに入れられ
る。なお、共用キャッシュは、多重コンピュータ・デー
タ共用システムの１次記憶段に含まれることになる。

【００１１】このような構造中では、１つのコンピュー
タ・システムが、ＤＡＳＤに書き込む目的であるデータ
・ブロックを共用キャッシュから獲得し、それと同時
に、同じデータ・ブロックを別のコンピュータ・システ
ムがその共用キャッシュから獲得し、修正して共用キャ
ッシュに戻すような場合に、潜在的な危険が存在するこ
とになる。この状況で、ＤＡＳＤに記憶するため共用キ
ャッシュから修正されたデータ・ブロックを取り出すこ
とを、そのデータ・ブロックの「キャストアウト（cast
out）」と称することにする。キャストアウトでは、キ
ャストアウトされるページを共用メモリから読み取り、
ＤＡＳＤに書き込み、次いで共用メモリ中で「未変更」
とマークする（すなわちＤＡＳＤと共用メモリで対応す
るページの内容が同じであることを示す。逆に両者のペ
ージの内容が異なるときは「変更済」がマークされてい
る）ことが必要である。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】共用キャッシュの効率
的キャッシュ管理には、共用データ・ブロックを周期的
に、またはキャッシュ中の変更済みデータ・ブロックの
閾値に基づいて、キャストアウトすることが必要であ
る。あるデータ・ブロックがキャストアウトされると、
それは「未変更」とマークされ、キャッシュから削除さ
れる候補となる。あるコンピュータ・システムが読取り
動作と削除動作の間の時間間隔中にそのページの新しい
バージョンを共用メモリに書き込むときに、別のコンピ
ュータ・システムによってキャストアウトが行われる
と、大きな危険が生じる。危険というのは、その削除に
よってそのデータ・ブロックのその新しいバージョンが
消去されることである。これが起こらないようにするた
め、通常、共用キャッシュ中で高レベルのロッキングま
たは逐次化及び待ち行列化が使用される。高レベルのロ
ッキングに伴う問題は、キャッシュからページを除去す
るのに、ロックとロック解除というさらなる２回の多重
システム対話が必要となるため、コストが２倍になるこ
とである。また、第２のシステムによる修正バージョン
の書込みが遅延し、性能上望ましくない結果をもたらす
ことになる。

【００１３】これまで「クラス」という語は、印刷、穿
孔、及びネットワーク動作を制御するためのＶＭ／３７
０スプール・ファイル・クラスなどのような、レコード
処理制御において使用されてきた。しかし、ＣＰＣの制
御下でキャストアウト処理を制御するためのＳＥＳ装置
に関して使用されることは知られていなかった。

【００１４】

【課題を解決するための手段】

シスプレックス・ハードウェア構造：図１に、シスプレ
ックス（SYStem comPLEX:システム複合体）システムを
示す。このシステムは、複数のコンピュータ処理複合体
（ＣＰＣ）ＣＰＣ−１〜ＣＰＣ−Ｍを含んでいる。これ
らは１台から多数台まで任意の数のＣＰＣを表し、すべ
てが１個または複数のＳＥＳ（共用電子記憶）装置に接
続されている（図１にはＳＥＳ装置１０１を１台示して
ある）。

【００１５】各ＣＰＣは図２に示すタイプのもので、Ｉ
ＢＭ ＥＳＡ／３９０体系に従って設計された現在市販
中のＩＢＭ ＥＳ／９０００モデル９００などの多重プ
ロセッサでよい。ＩＢＭ ＥＳＡ／３９０体系は、「エ
ンタープライズ・システム体系（ＥＳＡ／３９０）解説
書（ＰＯＰ）〔Enterprise Systems Architecture（ESA
/390）Principles of Operations（POP）〕」、ＩＢＭ
資料番号ＳＡ２２−７２０１−００に指定されている。
各ＣＰＣは１つまたは複数のオペレーティング・システ
ムを有する。複数のオペレーティング・システムを有す
るＣＰＣがある場合、その資源を、ＩＢＭ ＰＲ／ＳＭ
機能を使って複数のオペレーティング・システム間で論
理的に区分しなければならない。システム間チャネル
（ＩＳＣ）がＳＥＳ１０１とＣＰＣ１〜Ｍの間に接続さ
れている。ＣＰＣに接続されたＩＳＣは、ＣＰＣ中のマ
イクロコードまたはハードウェアとの間で信号をやり取
りする。

【００１６】シスプレックス中の各ＣＰＣは、記憶階層
で動作する。この記憶階層は、たとえばＣＰＣの各ＣＰ
Ｕ中の専用高速ハードウェア・キャッシュ２０１−１な
いし２０１−Ｎ、すべての専用プロセッサ・キャッシュ
にアクセス可能な共用ハードウェア・キャッシュ２０
２、ＣＰＣ中のすべてのプロセッサに共用される主記憶
装置（ＭＳ）２０４、ＭＳに付随するがＭＳアドレス可
能性をもたないハードウェア記憶域（ＨＳＡ）２０５を
含むことができる。しかし、ＤＡＳＤはＤＡＳＤ制御
（制御部）によってグループ化され、シスプレックス中
の任意のＣＰＣがそのグループ中の任意のＤＡＳＤにア
クセスできるようになっている。本明細書では、これを
「シスプレックスＤＡＳＤ」２０７と称する。

【００１７】ＣＰＣ／ＳＥＳの物理的接続２０８は、一
端が当該のＣＰＣ中のＭＳ制御装置に接続され、他端が
ＳＥＳ装置に接続された当該のチャネルによって提供さ
れる。この当該のチャネル・バスは、直列の光ファイバ
で構成することができる。バスは単一ファイバでもよい
が、並列に動作する複数のファイバから構成し、それら
の間でデータを「ストライピング」（インターリーブ）
してもよい。

【００１８】ハードウェアの意味では、ＳＥＳは、それ
に接続されたすべてのＣＰＣが共通に使用できる、大型
のランダム・アクセス・メモリと考えることができる。
接続されたＣＰＣは、ＳＥＳを使って共用データ・レコ
ード及びファイルを一次的にまたは半永久的に記憶する
ことができる。したがって、ＳＥＳは、ＳＥＳに付加さ
れたすべてのＣＰＣに共通な、ＣＰＣ中の拡張記憶（Ｅ
Ｓ）段にほぼ対応する階層レベルをもつ、システム中の
記憶階層の一構成要素と考えることができる。

【００１９】本発明を使用するシスプレックスでは、１
つまたは複数のＳＥＳエンティティが、シスプレックス
中のあらゆるＣＰＣのＭＳ／ＥＳに物理的に接続するこ
とができる。シスプレックス中のすべてのＣＰＣをＳＥ
Ｓに接続する必要はない。たとえば、同じプログラミン
グ・サブシステムを動作させるＣＰＣの一グループだけ
にＳＥＳを接続してもよい。そして異なるＣＰＣのグル
ープは、シスプレックス中の異なるＳＥＳに接続して、
異なるプログラミング・サブシステムを走らせることが
できる。

【００２０】本発明の前提となる基本的特徴は、通常は
シスプレックスの共通ＤＡＳＤに記憶されるデータ用の
高速キャッシュとしてＳＥＳを使用することである。た
だし、ＣＰＣ／ＳＥＳ／ＤＡＳＤの物理的接続は、直接
階層経路中になくてもよい。シスプレックス中のどのＣ
ＰＣも、共通ＤＡＳＤからよりもずっと速くＳＥＳから
のレコードにアクセスすることができる。すなわち、Ｓ
ＥＳ中では、トラック間でのヘッド移動待ちや、要求さ
れたＤＡＳＤレコードに達するためのトラック回転待ち
など、ＤＡＳＤで見られる電気機械的遅延なしで、デー
タ要素またはレコードに迅速にアクセスできる。

【００２１】ＳＥＳキャッシュを割り振るための特別の
コマンドが設けられている。また、異なるプログラムを
使用して、付加された複数のＣＰＣサブセットが共用す
るデータをそれぞれのキャッシュに処理させるなど、同
じＳＥＳ内で複数のキャッシュを割り振ることもでき
る。

【００２２】各ＳＥＳキャッシュは、ディレクトリ１０
２、データ域１０３、ローカル・キャッシュ・レジスタ
１０４、及びキャッシュ制御（機構）１０５を含んでい
る。キャッシュのデータ域部分が使用されない場合は、
そのサイズを０にしてもよい。ＳＥＳキャッシュ中の各
有効ディレクトリ・エントリは、付加されているいずれ
かのＣＰＣによってＳＥＳ中で登録されたデータ要素の
名前を格納している。ＳＥＳは、登録済みデータ要素中
にそのデータのコピーを含んでいても含まなくてもよ
い。ＳＥＳに登録済みの名前は、シスプレックス中の１
つまたは複数のＣＰＣ中のそのデータ要素の１つまたは
複数のコピーの名前でもある。さらに、このディレクト
リ名は、ディレクトリ２０７に接続されたＤＡＳＤバン
ク中のＤＡＳＤ１〜Ｋのうちの１つに記憶されている
（または記憶されようとしている）データ要素のコピー
をも識別する。

【００２３】本発明（請求項３乃至５、及び請求項９）
の目的の一つは、共用データ多重コンピュータ・システ
ムにおいて、削除前に共用メモリ（ＳＥＳ）中にキャス
トアウトされつつあるデータのページがあっても、キャ
ストアウト動作の進行中に共用メモリ（ＳＥＳ）に書き
込まれたそのページの後の（すなわち新しい）バージョ
ンが削除されないように保証する方法及び構造を提供す
ることにある。

【００２４】本発明の重要な利点は、共用メモリ中に、
２次記憶域（ＤＡＳＤ）に入れるために共用メモリから
あるページを除去する際にページ・バージョン間のコン
システンシを保証するための、高レベルのロッキングま
たは逐次化及び待ち行列化の機構が必要でないことであ
る。

【００２５】本発明（請求項６乃至８）の重要な一目的
は、データが共用電子記憶装置（ＳＥＳ）中にキャッシ
ュされるという、多重システム、データ共用複合体を動
作させる方法を提供することにある。多重システム、デ
ータ共用複合体において、第１のコンピュータ・システ
ム上で実行中のデータベース・システムは、２次記憶域
にページを書き込むための第１ステップとして、共用キ
ャッシュ中の修正済みページを読み取ることができ、そ
の一方で別のデータベース・システムが、共用キャッシ
ュ中の同じページのさらに最近に更新されたバージョン
をキャッシュしようと試みることができる。本発明は、
そのような条件を検出し、ロッキングなどのブロッキン
グ機構なしに、第１のコンピュータ・システムが以前の
バージョンのページを２次記憶域に記憶した後で、共用
キャッシュから当該ページの更新済みコピーが削除され
るのを防げる。

【００２６】本発明は、複数のオペレーティング・シス
テム（ＯＳ）を使用するシスプレックスに関するもので
ある。シスプレックス中のどのＣＰＣも、異なる複数の
ＯＳ間でその資源を論理的に区分して、ＩＢＭプロセッ
サ資源／システム管理（ＰＲ／ＳＭ）システムによるも
のなど、単一のＣＰＣ内で多数の独立したＯＳを提供す
ることができる。したがって、シスプレックスは、その
異なるＣＰＣ上で走行するＯＳのどんな組合せをもつこ
ともできる。あるＣＰＣはそれぞれ１つのＯＳをもち、
別のＣＰＣはそれぞれ相互に独立して走行する複数のＯ
Ｓをもつ。１つまたは複数のサブシステムが、ＩＢＭの
ＤＢ２、ＤＦＰ、ＩＭＳ、ＶＳＡＭなどのサブシステム
を含めて、任意のＣＰＣ中で任意のＯＳの下で走行する
ことができる。

【００２７】同じデータベース・サブシステム・プログ
ラムの異なるコピーが、異なるＣＰＣ中で同時に独立し
て走行することができる。本発明によれば、こうした異
なるプログラムは、同時に異なるＣＰＣのＭＳ／ＥＳロ
ーカル・キャッシュ（ＬＣ）にあるデータベース中の同
じまたは異なるデータ要素またはレコードにアクセスす
ることができる。

【００２８】本発明（請求項１及び２）の主目的は、デ
ータの記憶ロケーション間の移動中に当該データへの継
続的アクセスを保証し、最も頻繁に参照されるデータが
記憶機構中に常駐したままとなるように共用電子記憶域
の使用を最適化し、共用記憶機構でのまたはＤＡＳＤを
含む入出力サブシステムでの混雑を避けるために当該共
用電子記憶機構からＤＡＳＤへ修正済みデータを効率的
に移動させる手段を提供するという各種問題に対処しな
がら、ＤＡＳＤと共用電子記憶機構の間でのデータ移動
の管理を実現することである。

【００２９】本発明（請求項３乃至９）の共用キャッシ
ュを動作させる技法における最も重要な刷新は、あるペ
ージの以前のバージョンが２次記憶域に書き込まれる間
により最近のバージョンがキャッシュから削除されない
ことを保証するために、高レベル・ロッキングなどのさ
らなる逐次化機構を必要としないことである。このキャ
ッシュは、当該キャッシュに記憶された各データ・ペー
ジについてのディレクトリ・エントリを格納するディレ
クトリによってアクセスされる。本発明にとって不可欠
なのは、キャッシュ中の各ページ用のディレクトリ・エ
ントリの中に、現在キャストアウト動作を実行中のコン
ピュータ・システムの識別を含むキャストアウトに関す
るフィールドを設けることである。このフィールドは、
ページが変更されたかどうかを示すために使用される変
更フィールドとあいまって機能する。この変更（ビッ
ト）フィールドが、進行中のキャストアウト動作中にそ
のページが変更されたことを示す場合、そのページの削
除を防止し、それによって共用キャッシュ中のそのペー
ジの最新バージョンを次のキャストアウト動作のために
保存する。本発明は、キャストアウト・フィールドが０
で、進行中のキャストアウトがないことを示す場合にの
みキャストアウトを許可し、キャストアウトＩＤと変更
ビットの両フィールドが共に０の場合にのみページを削
除することによって機能する。本発明は、通常の読取り
／書込みの動作セットに、ある動作、すなわちキャスト
アウト用「読取り」動作を追加することを必要とする。
このキャストアウト用読取り動作は、要求側の識別をキ
ャストアウトＩＤフィールドに入れ、変更フィールドを
０にセットするものである。

【００３０】ＳＥＳ構造：ＳＥＳキャッシュは、データ
域要素と、ディレクトリと、ローカル・キャッシュ制御
（部）との集合体からなる、ＳＥＳ中の構造である。Ｓ
ＥＳキャッシュ構造は、ＣＰＣ間で共用されるデータに
アクセスするプログラムの要求時に作成され、これらの
プログラムは、ローカルにキャッシュ記憶されたデータ
項目のコピーに関してコヒーレンシ及び保全性を必要と
する。

【００３１】ＳＥＳディレクトリ：ＳＥＳキャッシュ・
ディレクトリは、ＳＥＳコヒーレンシ制御を得るための
ＳＥＳ装置の基本的構成要素である。ＳＥＳキャッシュ
と共にＳＥＳデータ域を形成すると、シスプレックスの
性能が向上するが、これは任意選択である。ＳＥＳデー
タ域のない場合、シスプレックス中のデータ・レコード
は、シスプレックスＤＡＳＤからしかアクセスできない
ようになる。データベース・ソフトウェア動作では、Ｓ
ＥＳデータ域中の共用レコードへの迅速なアクセスによ
って提供される性能が失われることになる。（ＳＥＳデ
ィレクトリ・エントリに関連する）ＳＥＳローカル・キ
ャッシュ・レジスタは、依然としてシスプレックス中の
どのＣＰＣ ＬＣＢが共用データ要素のコピーをもつか
を識別する。

【００３２】ＳＥＳローカル・キャッシュ・レジスタ：
このローカル・キャッシュ・レジスタ中の諸エントリ
は、関連するディレクトリ・エントリによって識別され
るデータ要素のコピーを含む付加ローカル・キャッシュ
を識別する。ローカル・キャッシュ・レジスタ中の各エ
ントリは、ローカル・キャッシュに関連するキャッシュ
・コヒーレンシ・ベクトルと、データ要素のローカルに
キャッシュされたコピーの妥当性を表現するために使用
される、そのコヒーレンシ・ベクトル内のローカル・キ
ャッシュ・エントリとを位置指定する（locate）のに十
分な情報を提供する。

【００３３】処理流れの概要：ＳＥＳキャッシュ記憶域
は、通常、ＤＡＳＤ記憶域よりも小さい。従って、変更
済みデータをＳＥＳキャッシュからバックアップＤＡＳ
Ｄに周期的に転送しなければならない。このプロセスを
キャストアウトと称し、プログラムによって制御され、
以下の動作を必要とする。 −ＳＥＳ読取リ動作が発行されて、キャストアウト逐次
化（serialization）をセットし、データ・ブロックを
主記憶装置へコピーする。 −入出力動作が実行されて、データ・ブロックをＤＡＳ
Ｄへコピーする。 −ＳＥＳロック解除動作が発行されて、キャストアウト
逐次化を解除する。

【００３４】キャストアウトに関連するデータ項目は、
ＳＥＳキャッシュによってキャストアウト・クラス中に
維持される。キャストアウト・クラスは、プログラムが
ＤＡＳＤへのデータ転送を一回の入出力動作でバッチ処
理できるようにすることによって、キャストアウト・プ
ロセスの効率を改善するのに使用される。ＤＡＳＤとＳ
ＥＳキャッシュの間でのデータの移動を実行するプロセ
スが、本発明の主題である。

【００３５】効果的なキャストアウト処理を可能にす
る、ＳＥＳディレクトリ内のオブジェクトには、下記の
ものがある（図３、８も参照されたい）。

【００３６】−キャストアウト・クラス（ＣＣＬ）。そ
の名前に対して割り当てられたキャストアウト・クラス
を識別する、２バイトの値。

【００３７】−キャストアウト・ロック（ＣＯ）。デー
タのキャストアウトの状態を示す２バイトの値。キャス
トアウト・ロックが０のとき、そのデータはキャストア
ウトされていない。キャストアウト・ロックが０でない
ときは、キャストアウト・ロックの第１バイトの値が、
そのデータ・ブロックをＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤ
にキャストアウトしているローカル・キャッシュを識別
する。第２バイトの値は、ローカル・システム上のキャ
ストアウト・プロセスを識別する。キャストアウト・ロ
ックが０でないときは、データ・ビットは１でなければ
ならない。

【００３８】−変更ビット（Ｃ）。キャストアウト・ロ
ックとあいまって、データの変更済み状態を示す、１ビ
ットの値。変更ビットが１のとき、そのデータは変更さ
れた状態でキャッシュ記憶されている。変更ビットが０
で、データがキャストアウト用にロックされていないと
きは、データはキャッシュ記憶されていないか、あるい
はキャッシュ記憶されているが変更されていない。変更
ビットが０で、データがキャストアウト用にロックされ
ているときは、そのデータは変更された状態でキャッシ
ュ記憶されている。データが変更済み状態のときは、そ
のデータの最新バージョンがキャッシュ中に常駐する。
変更ビットが１のとき、データ・ビットも１でなければ
ならない。

【００３９】キャストアウト・プロセスは、下記のいく
つかの方式の１つで開始することができる。

【００４０】−事象駆動キャストアウト：各書込み動作
の後に、変更されたデータ要素のカウントが比較され
る。これによって、書込みコマンドが発生し、定義され
た閾値を超えたとき、指定されたキャストアウト・クラ
スに関するキャストアウト処理がトリガされる。この比
較は、トランザクション処理の一部である。

【００４１】−タイマ駆動キャストアウト：時間調整さ
れた間隔で１組のカウンタが要求される。この比較は背
景プログラムの一部であり、どのトランザクション処理
の一部でもない。キャストアウト処理に対する応答性と
カウントを得る際のトランザクション・オーバヘッドの
間の平衡を保たなければならない。

【００４２】ＳＥＳにおけるキャストアウト・プロセス
をサポートするコマンドには、次のものがある。

【００４３】−キャストアウト・クラス読取りコマン
ド：キャストアウト・クラス読取りコマンドは、名前ブ
ロックのリストを主記憶装置に戻す。名前フィールドが
マスク状態の入力名と一致し、ディレクトリ・エントリ
が指定されたキャストアウト・クラス待ち行列に入れら
れたとき、ディレクトリ・エントリは処理される。

【００４４】−キャストアウト・クラス情報読取りコマ
ンド：キャストアウト・クラス情報読取りコマンドは、
ある範囲のキャストアウト・クラスに関する統計情報を
戻す。

【００４５】−ディレクトリ読取りコマンド：ディレク
トリ読取りコマンドは、ディレクトリを走査し、ディレ
クトリ・エントリ情報ブロックのリストを戻す。

【００４６】−キャストアウト用読取りコマンド：キャ
ストアウト用読取りコマンドは、名前付きデータ域の内
容をローカル・キャッシュに戻し、その名前をキャスト
アウトのためにロックする。

【００４７】−キャストアウト・ロック解除コマンド：
キャストアウト・ロック解除コマンドは、キャストアウ
ト・ロックを０にリセットし、そのユーザ・データ・フ
ィールドを名前リスト用のディレクトリ・エントリ中に
記憶する。

【００４８】−書込み及び登録コマンド：書込み及び登
録コマンドは、変更制御がデータの変更状態と一致する
とき、そのデータ・ブロックの内容をデータ域に記憶
し、ローカル・キャッシュ・エントリを登録する。

【００４９】−登録時書込みコマンド：登録時書込みコ
マンドは、その名前がディレクトリ中で割り当てられ、
そのローカル・キャッシュ・エントリが登録され、変更
制御がそのデータの変更状態と一致する場合に、データ
・ブロックの内容をデータ域に記憶する。

【００５０】メインライン動作中、データ・ベース・マ
ネージャは、ＳＥＳキャッシュの記憶域を管理する責任
を負う。データ・ベース・マネージャはまた、ＳＥＳキ
ャッシュからＤＡＳＤへの変更済みデータ要素の移動を
管理する責任も負う。初期設定時に確立されたタイムア
ウト間隔により、オペレーティング・システムは、ＳＥ
Ｓキャッシュ域の管理及びＳＥＳキャッシュ・データの
ＤＡＳＤへの移動の管理のため、処理ルーチンに周期的
に制御権を与える。上記の機構は、ＤＡＳＤとＳＥＳキ
ャッシュの間でのデータ移動の管理をシステム・ソフト
ウェアで実行するための基礎となる。このプリミティブ
・サービスを使ってＳＥＳからのデータの書込みとキャ
ストアウトの間の非ブロッキング逐次化プロトコルを実
施する技法が利用される。さらに、上記のプリミティブ
・サービスは、結合システム環境の全体的性能が最適に
なるような形で、ＳＥＳからＤＡＳＤへ移動すべき１組
の修正済みデータ要素を決定するための基礎となる。

【００５１】ＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤへのデータ
移動を管理するための１つのプロトコルの例は次の通り
である。各キャストアウト・クラスについてキャストア
ウト・クラス情報読取りコマンドが発行され、候補とな
るキャストアウト・クラスが選択される。選択された各
キャストアウト・クラスについて、キャストアウト・ク
ラス読取りコマンドが発行される。最も以前に更新され
たディレクトリ・エントリのリストが戻される。選択さ
れた各ディレクトリ・エントリについてキャストアウト
用読取りコマンドが発行される。ＳＥＳから読み取った
データをＤＡＳＤに書き込ませるための入出力要求が作
成される。入出力動作が完了したとき、キャストアウト
・ロック解除コマンドが発行される。

【００５２】

【実施例】

概要：本発明は、不揮発性電子メモリの形の共用キャッ
シュ（ＳＥＳ）を含む多重システム・データ共用複合体
の構造、及び異なる可能性もあるいくつかのデータ・バ
ージョンの間でのコヒーレンシを維持しながらデータ資
源を共用するようにキャッシュを動作させる方法を提供
する。

【００５３】多重コンピュータ・データ共用システムで
のデータ・コヒーレンシ方針で更新済みのデータ・ペー
ジの書込みが必要な場合、いくつかの重要な特徴をもつ
アーキテクチャを使用することができる。そのようなア
ーキテクチャを図１に示すが、これは複数の独立して動
作するコンピュータ・システムＣＰＣ−１ないしＣＰＣ
−Ｍを含み、これらのコンピュータ・システムは、直接
アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）１０９Ａ、１０９Ｂない
し１０９Ｎに記憶されているデータを共用する。ＤＡＳ
Ｄ１０９Ａ、１０９Ｂないし１０９Ｎは、たとえば多重
ディスク・ディスク・ドライブを含むことができる。特
徴上、これを「２次記憶域」と称する。このアーキテク
チャはＭ個のコンピュータ・システムＣＰＣ−１ないし
ＣＰＣ−Ｍを含み、これらのコンピュータ・システムは
それぞれデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）を含
み、これはＤＡＳＤ上のデータを含むデータベースの作
成、編成、修正を制御し、データベース中のデータへの
アクセスを制御する。システム中には高速不揮発性電子
メモリ（ＳＥＳ１０１）も設けられ、コンピュータ・シ
ステムによって共用されるキャッシュとして働く。メモ
リ１０１は高速リンク１０６−１ないし１０６−Ｍによ
ってコンピュータ・システムＣＰＣ−１ないしＣＰＣ−
Ｍに接続される。以後、このメモリ１０１を「メモリ」
または「ＮＶ記憶装置」または「ＳＥＳ」と呼ぶ。

【００５４】メモリ１０１へのアクセスを２次記憶域へ
のアクセスと比較すると、メモリ１０１は、比較的高速
の半導体メモリであると言える。さらに、メモリ１０１
のコンピュータ・システムへの接続は、たとえば非常に
高速のデータ転送が可能な光ファイバ通信チャネルによ
る。相対的に言うと、入出力動作は比較的高速のメモリ
１０１で行われ、一方周知のように、比較的低速のＤＡ
ＳＤによる入出力は数十ミリ秒かかることがある。

【００５５】メモリ１０１は、あらゆるメモリの記憶動
作を管理する、好ましくはプロセッサ形式の管理論理機
構１１０を含んでいる。管理論理機構１１０は、ローカ
ル・プログラム記憶域と専用メモリとを含む高性能プロ
セッサを備え、このプロセッサは、管理論理機構がコン
ピュータ・システムＣＰＣ−１ないしＣＰＣ−Ｍとの間
でメッセージに基づくメモリ・アクセス・トランザクシ
ョンに従事できるようにする。

【００５６】コンピュータ・システムＣＰＣ−１ないし
ＣＰＣ−Ｍに関しては、これらのエンティティは、それ
ぞれ専用キャッシュを備えた多重プロセッサ・アーキテ
クチャを有し、それぞれＩＭＳ／ＶＳまたはＤＢ２型の
データベース管理システムをサポートできる、たとえば
ＩＢＭ／３０９０のようなシステムを備えることができ
る。

【００５７】本質的に、本発明は、図１に示し上述した
データ共用複合体において実施される。メモリ１０１中
に、共用キャッシュ１０３と称する半導体メモリがあ
る。共用キャッシュ１０３は、従来型の多重ポート高速
ランダム・アクセス・メモリを備えることができ、これ
は不揮発性であることが好ましい。共用キャッシュ１０
３は、データ・ブロックを記憶するのに使用される。た
とえば、共用キャッシュ１０３を使ってデータ・ページ
を記憶することができる。その１ページを１１１として
示す。

【００５８】ＳＥＳ内の管理論理機構１１０は、１個ま
たは複数のプロセッサまたはマイクロプロセッサと、そ
れらのプロセッサによって実行可能なプログラムまたは
マイクロプログラムとを備える。これらのプロセッサ
は、ＣＰＣコマンドによって送られたメッセージを受け
取り、ＳＥＳ中でそれらのコマンドを実行する。ローカ
ル・キャッシュ制御１０５及びディレクトリ１０２は、
管理論理機構１１０によってアクセスされる。周知のハ
ッシング・ルックアップ・アルゴリズムを使って、ＳＥ
Ｓキャッシュ・ディレクトリにアクセスすることができ
る。ローカル・キャッシュ制御（部）は、複数のエント
リを含むデータ構造であり、各エントリが、メモリ１０
１に動作可能に接続されているコンピュータ・システム
を識別する。たとえば、コンピュータ・システムＣＰＣ
−１，・・・ＣＰＣ−Ｍが接続されているとすると、そ
れらがローカル・キャッシュ制御１０５中にリストされ
ることになる。

【００５９】共用キャッシュ１０３は、「ストア・スル
ー」型キャッシュではなく「ストア・イン」型キャッシ
ュとして動作する。「ストア・イン」型キャッシュと
は、更新されたページを、同時に２次記憶域に書き込む
（「ストア・スルーする」）必要なく、書込みができる
キャッシュを言う。

【００６０】ＳＥＳキャッシュは、付加プロセッサのネ
ットワーク中の３段記憶階層の構成要素である。この階
層の最低段はＤＡＳＤ、中間段はＳＥＳキャッシュ、最
高段はプロセッサ記憶機構中のローカル・キャッシュで
ある。ＤＡＳＤとＳＥＳキャッシュはプロセッサによっ
て共用され、それぞれ入出力動作及びメッセージ動作に
よってアクセスされる。ローカル・キャッシュは、各プ
ロセッサ中で定義することができ、ＣＰＵ命令を使って
アクセスされる。

【００６１】記憶階層中を移動するデータには名前が付
けられる。データ・サイズは可変で、データ域要素のサ
イズの１〜１６倍の範囲である。データ域要素サイズは
各ＳＥＳキャッシュ毎に固定され、２の累乗で最小サイ
ズが２５６バイトである。名前はプログラミング制御に
よって割り当てられる１６バイトの値である。データは
ＤＡＳＤ記憶装置中に永続的に常駐する。

【００６２】データのコピーまたは新しいバージョン
も、ＳＥＳキャッシュ域またはローカル・キャッシュ域
のどんな組合せ中にも常駐できる。具体的には、データ
項目がＳＥＳキャッシュ域には常駐するが、どのローカ
ル・キャッシュ中にも常駐しないこともあり、ＳＥＳキ
ャッシュ記憶域とローカル・キャッシュの一部に常駐す
ることもあり、またローカル・キャッシュの一部には常
駐するが、ＳＥＳキャッシュ域には常駐しないこともあ
る。

【００６３】一例として、記憶階層中で参照されるデー
タ要素がページであると仮定する。そうすると、共用キ
ャッシュ１０３中にキャッシュ記憶されるページは、ソ
フトウェアで割り当てられた名前によって識別される。
したがって、共用キャッシュ１０３中での読取りまたは
書込みを求める要求は、要求の対象であるページ（Ｐ）
の名前を指定する必要がある。ディレクトリ１０２は、
従来通り読取りコマンドまたは書込みコマンドの対象で
あるページの名前でインデックスされる。ディレクトリ
１０２の代表的なエントリを図３に示す。本発明に関し
て、ディレクトリの重要なフィールドを図３に示してあ
る。それには、名前フィールド３０１、データ・ビット
（Ｄ）フィールド３０３、データ域ポインタ・フィール
ド３０６Ａないし３０６Ｎ、変更ビット（Ｃ）フィール
ド３０４、有効ビット（Ｖ）フィールド３０２、データ
域サイズ・フィールド３０７、キャストアウト・ロック
識別（ＣＯ）フィールド３０８、キャストアウト・クラ
ス・フィールド３０９、及び図４に示すローカル・キャ
ッシュ・レジスタ・エントリへのアクセス権を与えるロ
ーカル・キャッシュ・レジスタ・インデックス３０５が
含まれる。ローカル・キャッシュ・レジスタ・エントリ
は、ＳＥＳキャッシュに付加されたローカル・キャッシ
ュの識別（４０２Ａないし４０２Ｃ）及び有効ビット
（４０１Ａないし４０１Ｃ）を含んでいる。ローカル・
キャッシュ・レジスタ３０５中の異なるタイプのエント
リをもたらす２つの例を示してある。

【００６４】上記の例について話を続けると、ページ名
前フィールド３０１は、管理論理機構１１０がディレク
トリ１０２中にインデックスするのに使用するフィール
ドである。管理論理機構１１０が読取りコマンドまたは
書込みコマンドを受け取ったとすると、そのコマンドに
は、ページを識別するパラメータＰの値が付随する。管
理論理機構１１０はＰの値をハッシング・プロセスに提
示し、ハッシング・プロセスは、ページ名が既に存在す
る場合、その名前を用いてディレクトリに迅速にアクセ
スするために管理論理機構１１０が使用する値を生成す
る。ページ名前フィールドが位置決めされた後、ページ
・アドレス・フィールド３０６を使って、共用キャッシ
ュ中の識別されたページのアドレスを指示する。

【００６５】管理論理機構１１０は、必要に応じてディ
レクトリ・エントリを作成し管理し削除する。これらの
活動は既知の機構を用いて行われるが、ディレクトリ１
０２のエントリの厳密な構造は本発明独特のものであ
る。管理論理機構１１０は共用キャッシュ１０３からデ
ータを獲得しそこにデータを入れるため従来通りの構造
になっているが、それが従う読取り動作及び書込み動作
は本発明独特のものである。管理論理機構１１０はま
た、「キャッシュ・ミス」応答及び「キャッシュ・ヒッ
ト」応答を生成する通常のキャッシュ管理能力を備えて
いる。これらの応答は、共用キャッシュ１１１に接続さ
れているコンピュータ・システムから発行されるコマン
ドに応答して生成される。「キャッシュ・ミス」は、識
別されたデータ要素（たとえばページ）が共用キャッシ
ュ１１１中に存在しないことを示し、「キャッシュ・ヒ
ット」は、識別されたデータ要素（たとえばページ）が
共用キャッシュ１１１中にあることを示す。

【００６６】コマンドは、図１の多重システム複合体中
のコンピュータ・システム（ＣＰＣ）によって発生され
る。これらのコマンドは管理論理機構１１０から応答を
引き出す。本発明者等は、コマンド及び応答がメッセー
ジ・プロトコルによってコンピュータ・システムと管理
論理機構の間で交換されることを企図している。さらに
本発明者は、コマンドを発行するコンピュータ・システ
ムが、管理論理機構１１０から応答を受け取るまで遅延
を維持できる点で、共用キャッシュ１０１へのアクセス
が同期的であることを企図している。共用キャッシュ１
０１を形成する半導体メモリの速度は、同期メッセージ
受渡し構造に固有の遅延を小さくする。

【００６７】本発明者はまた、図１の多重システム・デ
ータ共用複合体のコンピュータ・システムが、通常の手
段、たとえばＩＢＭ ＩＭＳ仕様のシステムの共用ディ
スク機能を用いてＤＡＳＤへのアクセス権を得ることを
企図している。既知の通り、そのようなアクセスは、読
取りコマンドまたは書込みコマンドがＤＡＳＤにディス
パッチされる間、コンピュータ・システムが遅延しない
点で、非同期的である。

【００６８】図１に示したように、ＮＶ記憶装置（ＳＥ
Ｓ）１０１はどの２次記憶装置にも直接付加されていな
い。なお、コンピュータ・システムＣＰＣ−１ないしＣ
ＰＣ−ＭのそれぞれのＤＢＭＳは、ＮＶ記憶装置１０１
の存在を知っており、その中にキャッシュ記憶されてい
る内容に責任を負っている。図１のシステムでは、更新
済みのデータ要素（たとえばページ）が、ＤＢＭＳによ
って明示的にＮＶ記憶装置に書き込まれる。

【００６９】ＮＶ記憶装置１０１中でスチール可能な
（stealable）ページを維持する責任は、コンピュータ
・システム上で実行されるＤＢＭＳの１つに委ねられ、
あるいはそれらのＤＢＭＳによって共用される。新しい
ページのための使用可能性を確保するためのＮＶ記憶装
置中のページ空間の管理は、更新済みページをキャスト
アウト動作によって周期的にＮＶ記憶装置から２次記憶
装置に書き込むことによって行われる。このキャストア
ウト動作は、トランザクション・コミット動作と非同期
であることが好ましい。データ要素（たとえばページ）
が２次記憶装置に書き込まれる前に複数回更新されるこ
とが望ましいからである。

【００７０】図１に示すように、各コンピュータ・シス
テムは、識別されたバッファを含む。このバッファは、
コンピュータ・システムとＮＶ記憶装置１０１の間で交
換されるデータのステージングを行うために使用され
る。たとえば、コンピュータ・システムＣＰＣ−１はバ
ッファ１０７Ａを含み、コンピュータ・システムＣＰＣ
−Ｍにはバッファ１０７Ｃが設けられている。データ共
用複合体のすべてのコンピュータ・システムがこのよう
な専用バッファを使用する。さらに、コンピュータ・シ
ステムの１つが管理論理機構１１０に読取りコマンドま
たは書込みコマンドを供給するとき、そのコンピュータ
・システムは、要求されたデータを入力または獲得すべ
き場所のアドレスをその専用バッファ中に送る。

【００７１】本発明は、キャストアウトされるデータの
更新を許容する一方で、データを共用キャッシュから２
次記憶域にキャストアウトすることに関する。データ要
素（たとえばページ）は、更新されると、２次記憶域中
のその更新済みバージョンと整合性をもつようになるま
で、「ダーティ」であると見なされる。データ要素（た
とえばページ）に対するディレクトリ・エントリ中の変
更ビットが０のとき、そのページは「クリーン・ペー
ジ」と呼ばれる。なお、この場合のページのＤＡＳＤ中
のバージョンは共用キャッシュ１０１中の対応するペー
ジのバージョンと同じである。逆にそのページに対する
変更ビット（Ｃ）が１のときは、そのページは「ダーテ
ィ」であり、そのキャッシュ記憶されたページのバージ
ョンは２次記憶域中のページのバージョンと異なってい
る（それよりも新しい）。

【００７２】本発明は、１組の独自のコマンド、及びそ
れらのコマンドの実行の結果生じる変更を、影響を受け
るディレクトリ・エントリ中に登録することを基礎とし
ている。

【００７３】ローカル・キャッシュ：ローカル・キャッ
シュ（ＬＣ）は、米国特許出願第８６０７９７号に記載
のローカル・キャッシュを含むＣＰＣ上のＳＥＳサポー
ト機構に対して定義される。ＣＰＣ命令がＳＥＳサポー
ト機構中で制御を初期設定し、ローカル・キャッシュ・
トークンを割り当てる。ローカル・キャッシュのサイズ
はシステム毎に変わる。各ローカル・キャッシュは、１
つまたは複数のローカル・キャッシュ・バッファ（ＬＣ
Ｂ）１０７を含んでいる。

【００７４】ＳＥＳキャッシュ：ＳＥＳキャッシュは、
データ域要素とディレクトリの集合体からなるＳＥＳ中
の構造である。これは構造識別子で指定される。ＳＥＳ
キャッシュは、キャッシュ構造割振りコマンドによって
作成される。このコマンドは、プロセッサで初期設定手
段によって発行され、ＳＥＳキャッシュの属性、すなわ
ちデータ域要素のサイズと数、ディレクトリ・エントリ
の数、記憶クラスの数、キャストアウト・クラスの数を
決定する。

【００７５】ローカル・キャッシュは、ローカル・キャ
ッシュ付加コマンドによってＳＥＳキャッシュに付加さ
れる。このコマンドは、ＳＥＳ機構中の制御を初期設定
し、生成済みのコマンドをＳＥＳキャッシュがＳＥＳサ
ポート機構に発行する際に使用する１組の経路とローカ
ル・キャッシュとを関連付ける。ローカル・キャッシュ
は、ＳＥＳキャッシュに付加されて、記憶階層に参加で
きるようになる。ローカル・キャッシュ中とＳＥＳキャ
ッシュ中のデータのコピーのコヒーレンシは、ＳＥＳキ
ャッシュ中の制御によって維持され、様々なＳＥＳサポ
ート機構に生成済みコマンドとして発行される相互無効
化（ＸＩ）コマンドによって実施される。キャッシュ・
コヒーレンシのプロセスは米国特許出願第８６０８０５
号に記載されている。

【００７６】ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ：ＳＥＳ
キャッシュ・ディレクトリは、連想式（アソシアティ
ブ）アレイとして配列された複数のディレクトリ・エン
トリの集合体である。ディレクトリ・エントリは記憶ク
ラスに区分される。変更済みディレクトリ・エントリの
グループはキャストアウト・クラスに区分される。名前
付きのデータ・オブジェクトが記憶階層の上の２段に置
かれたときは、その状態と位置がＳＥＳキャッシュ・デ
ィレクトリによって登録される。状態情報は、そのデー
タが変更済みか、未変更か、それともキャストアウト用
にロック済みかを示す。位置情報には、そのデータがＳ
ＥＳキャッシュ域中に常駐するかどうか、及びどのロー
カル・キャッシュにコピーが含まれるかがある。（位置
４０６Ａ〜ＮのポインタによってＳＥＳキャッシュ・デ
ータ域中で位置決めされる）レコードは、その中で、レ
コード、データ要素、データ項目、ブロック、ページな
どいくつかの異なる項目のどれによっても参照される。
ある種のＳＥＳ読取りコマンド及びＳＥＳ書込みコマン
ドが、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ中にローカル・
キャッシュ・コピーを登録する。ＳＥＳ書込みコマンド
及びＳＥＳ無効化コマンドが、ローカル・コピーの登録
を解除する。

【００７７】ローカル・キャッシュ・エントリ有効状
態：データがローカル・キャッシュ中にあるとき、その
データの状況は有効か無効かである。ローカル・キャッ
シュ・エントリの有効状態は、ＳＥＳサポート機構中の
制御によって維持される。データはＣＰＵ命令によって
有効にされ、ＳＥＳ書込み動作及びＳＥＳ無効化動作に
関連する無効化プロセスによって無効とされる。データ
の有効状態はＣＰＵ命令によってテストされる。有効な
名前付きデータ・オブジェクトはＳＥＳキャッシュ・デ
ィレクトリ中に登録しなければならない。ローカル・キ
ャッシュ・コヒーレンシは無効化プロセスによって維持
される。これらの制御を使ってデータのコヒーレンシを
維持するプロセスは、米国特許出願第８６０８０５号に
記載されている。

【００７８】キャストアウト・プロセス：ＳＥＳキャッ
シュ記憶域は、通常ＤＡＳＤ記憶域よりも小さい。従っ
て、変更済みデータをＳＥＳキャッシュからバックアッ
プＤＡＳＤに周期的に転送しなければならない。このプ
ロセスをキャストアウトと称し、プログラムによって制
御され、以下の動作を必要とする。 −ＳＥＳ読取リ（SES-read）動作が発行されて、キャス
トアウト逐次化をセットし、データ・ ブロックを主記
憶装置へコピーする。 −入出力動作が実行されて、データ・ブロックをＤＡＳ
Ｄへコピーする。 −ＳＥＳロック解除（SES-unlock）動作が発行されて、
キャストアウト逐次化を解除する。

【００７９】このプロセスに関連するデータ・オブジェ
クトは、ＳＥＳキャッシュによってキャストアウト・ク
ラス中で維持される。キャストアウト・クラスは、プロ
グラムがＤＡＳＤへのデータ転送を一回の入出力動作で
バッチ処理できるようにすることによって、キャストア
ウト・プロセスの効率を改善するのに使用される。ＤＡ
ＳＤとＳＥＳキャッシュの間でのデータの移動を実行す
るプロセスが、本発明の主題である。

【００８０】再利用プロセス：最も以前に使用された
（ＬＲＵ）未変更のデータ及びディレクトリ資源は、新
しい要求を満たすために必要なとき、ＳＥＳキャッシュ
によって再利用（reclaim）される。データ・オブジェ
クトはプログラムによっていくつかの記憶クラスの１つ
にマップされる。各クラスは、再利用プロセスを制御す
るための再利用ベクトルを有する。これによって、作業
負荷特性の変化を補償するように、記憶クラス間でのＳ
ＥＳ記憶域の割当てを動的に調節することが可能にな
る。再利用ベクトルは、プログラムによって初期設定さ
れる。こうしたＳＥＳキャッシュ域管理オブジェクトを
利用するプロセスは、米国特許出願第８０６８０７号の
主題である。

【００８１】計装（Instrumentation）：記憶クラス間
でのデータの割振り及びキャストアウト・プロセスの助
けとして、計装情報がプログラムに与えられる。

【００８２】キャッシュ構造：各ＳＥＳキャッシュ構造
毎に１組のキャッシュ構造オブジェクトが確立される。
キャッシュ構造オブジェクトは、以下のものからなる。 −キャッシュ制御（部） −ディレクトリ −キャストアウト・クラス制御（部）

【００８３】キャッシュ制御（部）： 最大キャストアウト・クラス（ＭＣＣ）：キャストアウ
ト・クラスの数を指定する、２バイトの符号なし２進整
数。有効なキャストアウト・クラスの値は、１から最大
キャストアウト・クラスの値までの範囲である。

【００８４】ＬＣＩＤベクトル（ＬＣＩＤＶ）：初期値
が０のビット・ストリング。ビット位置は０からスター
トし、順次増大する。ストリング中の位置（ｉ）にある
ビットは、ＬＣＩＤ値が（ｉ）のローカル・キャッシュ
が付加されるとき、１にセットされる。このビットが１
のとき、ローカル・キャッシュ識別子が割り当てられ
る。位置（ｉ）にあるビットは、ローカル・キャッシュ
が除去され、ＬＣＩＤの割当て解除が要求されたとき、
あるいはキャッシュ構造が割振り解除されるとき、０に
リセットされる。このビットが０のとき、ローカル・キ
ャッシュ識別子は割り当てられない。

【００８５】ローカル・キャッシュ制御（部）：ローカ
ル・キャッシュ制御は、ローカル・キャッシュがＳＥＳ
キャッシュに付加されるとき、初期設定され、ローカル
・キャッシュ識別子が割当て解除されるとき、削除され
る。ローカル・キャッシュ制御は、ローカル・キャッシ
ュ識別子が割り当てられているとき有効である。

【００８６】ディレクトリ：ディレクトリとは、ＳＥＳ
キャッシュ及び付加ローカル・キャッシュ用の状態情報
及び位置情報の貯蔵場所である。ＳＥＳ中に現れる名前
付きデータ・ブロックはそれぞれ関連するディレクトリ
・エントリを有する。ディレクトリ・エントリは、連想
式（アソシアティブ）アレイとして配列され、名前フィ
ールドの値を使ってアクセスされる。

【００８７】ディレクトリ・エントリの諸フィールド
（図３）は、以下のようにまとめられる。 −キャストアウト・クラス −キャストアウト・ロック −変更ビット −データ・ビット −データ域サイズ −ローカル・キャッシュ・レジスタ −名前 −有効ビット −ユーザ・データ・フィールド

【００８８】キャストアウト・クラス（ＣＣＬ）（３０
９）：その名前に対して割り当てられたキャストアウト
・クラスを識別する、２バイトの値。

【００８９】キャストアウト・ロック（ＣＯ）（３０
８）：データのキャストアウト状態を示す２バイトの
値。キャストアウト・ロックが０のとき、そのデータは
キャストアウトされていない。キャストアウト・ロック
が０でないときは、キャストアウト・ロックの第１バイ
トの値が、そのデータ・ブロックをＳＥＳキャッシュか
らＤＡＳＤにキャストアウトしているローカル・キャッ
シュを識別する。第２バイトの値は、ローカル・システ
ム上のキャストアウト・プロセスを識別する。キャスト
アウト・ロックが０でないときは、データ・ビットは１
でなければならない。

【００９０】変更ビット（Ｃ）（３０４）：キャストア
ウト・ロックとあいまって、データの変更済み状態を示
す、１ビットの値。変更ビットが１のとき、そのデータ
は変更された状態でキャッシュ記憶されている。変更ビ
ットが０で、データがキャストアウト用にロックされて
いないときは、データはキャッシュ記憶されていない
か、あるいはキャッシュ記憶されているが変更されてい
ない。変更ビットが０で、データがキャストアウト用に
ロックされているときは、そのデータは変更された状態
でキャッシュ記憶されている。データが変更済み状態の
ときは、そのデータの最新バージョンがキャッシュ中に
常駐する。変更ビットが１のとき、データ・ビットも１
でなければならない。

【００９１】データ・ビット（Ｄ）（３０３）：データ
がＳＥＳキャッシュ中にあるかどうかを示す、１ビット
の値。データ・ビットが１のとき、そのデータはキャッ
シュされている。データ・ビットが０のときは、そのデ
ータはキャッシュされていない。

【００９２】データ域サイズ（ＤＡＳ）（３０７）：デ
ータ域のサイズをデータ域要素サイズの整数倍として指
定する、５ビットの符号なし２進整数。ディレクトリ・
エントリが割り当てられているとき、初期値は０であ
り、データ・ビットが１にセットされるまで０である。

【００９３】ローカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣ
Ｒ）（図４）：ローカル・キャッシュ・レジスタとは、
データ・ブロックのローカルにキャッシュされたコピー
の記憶場所に関する情報を含むテーブルである。テーブ
ルの各行が１つのディレクトリ・エントリに対応する。
欄には、ローカル・キャッシュ識別子（４０２Ａ、４０
２Ｂ、４０２Ｃ）とローカル・キャッシュ・エントリ番
号に関する有効ビット（４０１Ａ、４０１Ｂ、４０１
Ｃ）が含まれる。

【００９４】図４の例Ｂは、ローカル・キャッシュ・レ
ジスタ（ＬＣＲ）構造の一実施例を示すものである。こ
のエントリは、ｊ個のＬＣＩＤフィールドを含み、ｊは
シスプレックス中のＳＥＳキャッシュに付加できるロー
カル・キャッシュの最大数である。ＬＣＲ中の各エント
リは、有効ビット（Ｖ）を含む。このＶビットは、その
フィールドがあるＬＣＩＤを表す場合に、１にセットさ
れる。Ｖが０の場合は、そのフィールドはどんなＬＣＩ
Ｄ値も表さない。

【００９５】ＬＣＩＤ値は、ローカル・キャッシュをＳ
ＥＳキャッシュに接続することを求める要求が行われた
とき、オペレーティング・システムのソフトウェアによ
って割り当てられる。ＬＣＲ中の諸エントリは、ＬＣＩ
Ｄ値の順に並べられる。ＬＣＩＤ１に関する有効フィー
ルドが最初のＬＣＲエントリ位置にあり、ＬＣＩＤ２に
関する有効フィールドが第２のＬＣＲエントリ位置にあ
り、以下同様にＬＣＩＤｊに関する有効なＬＣＥＮフィ
ールドまで続く。

【００９６】名前（Ｎ）（３０１）：名前は、名前付き
データ・オブジェクトがキャッシュ中で登録されるとき
にプログラムによって指定される１６バイトの値を含
む。

【００９７】有効ビット（Ｖ）（３０２）：ディレクト
リ・エントリの有効状態を示す、１ビットのフィール
ド。可能な値は、無効を表す０と有効を表す１の２つで
ある。ディレクトリ・エントリは無効状態に初期設定さ
れる。無効状態のとき、そのディレクトリ・エントリ
が、ある名前の割当てに使用可能である。有効状態は、
その名前が割当て済みであることを示し、そのディレク
トリ・エントリ中の残りの諸フィールドは有効である。

【００９８】ユーザ・データ・フィールド（ＵＤＦ）
（３１０）：ユーザ・データ・フィールドは、データが
ＳＥＳキャッシュ中で最初に変更されたときそのデータ
に関連付けられる、８バイトの値を含み、データ・テー
ブル・エントリが再使用されるまで維持される。データ
が変更された状態でキャッシュ記憶されているとき、ユ
ーザ・データ・フィールドは有効である。

【００９９】キャストアウト・クラス制御：キャストア
ウト・クラス制御は以下のものからなる。 −キャストアウト・クラス・カウント（ＣＣＣ） −キャストアウト・クラス待ち行列（ＣＣＱ）

【０１００】キャストアウト・クラス・カウント（ＣＣ
Ｃ）：あるキャストアウト・クラスに関連する、４バイ
トの符号なし２進整数。その値は、そのキャストアウト
・クラスのディレクトリ・エントリに割り当てられたデ
ータ域要素の数を示す。このカウントは、そのキャスト
アウト・クラスに関して変更信号が処理されたとき、登
録済み時書込みコマンドまたは書込み及び登録コマンド
上で戻され、そのキャストアウト・クラスが指定の範囲
内にあるとき、キャストアウト・クラス情報読取りコマ
ンド上で戻される。

【０１０１】キャストアウト・クラス待ち行列（ＣＣ
Ｑ）：キャストアウト・クラス中のディレクトリ・エン
トリを指定するディレクトリの順番に並べた部分集合。
この待ち行列は更新の順に並べられ、最近に更新された
ディレクトリ・エントリが待ち行列の一番下になり、最
も以前に更新されたエントリが待ち行列の一番上に来
る。キャッシュ中の各キャストアウト・クラスごとにキ
ャストアウト・クラス待ち行列が存在する。

【０１０２】キャストアウト・クラス・カウント及び合
計変更済みカウントは、キャストアウト処理を開始する
ために、周期的に閾値と比較される。これは、下記のど
ちらかの方式で行われる。

【０１０３】−事象駆動キャストアウト：各書込み動作
の後に、変更されたデータ要素のカウントが比較され
る。これによって、書込みコマンドが発生し、定義され
た閾値を超えたとき、指定されたキャストアウト・クラ
スに関するキャストアウト処理がトリガされる。この比
較は、トランザクション処理の一部である。

【０１０４】−タイマ駆動キャストアウト：時間調整さ
れた間隔で１組のカウンタが要求される。この比較は背
景プログラムの一部であり、どのトランザクション処理
の一部でもない。キャストアウト処理に対する応答性と
カウントを得る際のトランザクション・オーバヘッドの
間の平衡を保たなければならない。

【０１０５】キャッシュ構造オペランド：ＳＥＳとＤＡ
ＳＤの間でのデータ移動に関係するキャッシュ構造オペ
ランドについて以下に要約する。

【０１０６】変更制御（ＣＨＧＣ）：そのデータの書込
みにどのプロセスが使用されるかを選択する、１ビット
の値。可能な２つの値は次の通りである。 ０ データを未変更のままで書き込む １ データを変更された状態で書き込む

【０１０７】ローカル・キャッシュ識別子（ＬＣＩ
Ｄ）：ローカル・キャッシュを識別する、１バイトの符
号なし２進整数。

【０１０８】名前（Ｎ）：記憶階層中のデータ・ブロッ
クを識別する１６バイトの値。

【０１０９】名前マスク（ＮＭ）：名前の比較に使用さ
れるバイトを決定する２バイトの値。

【０１１０】名前置換制御（ＮＲＣ）：名前置換プロセ
スを制御する、１ビットの値。 ０ 置換を抑制する １ 名前を置換する

【０１１１】置換名（ＲＮ）：ローカル・キャッシュ中
で置換されるデータ・ブロックを識別する、１６バイト
の値。

【０１１２】再開トークン（ＲＴ）：複数のコマンドに
またがるディレクトリに対する動作の処理を制御する、
８バイトの値。

【０１１３】キャッシュ構造の諸プロセス：キャストア
ウト・クラス除去プロセスが指定されたディレクトリ・
エントリについて行われる。その処理は以下の通りであ
る。 −ディレクトリ・エントリが、そのディレクトリ・エン
トリ中で指定されたキャストアウト・ クラス待ち行列
から除去される。 −そのディレクトリ・エントリ中で指定されたキャスト
アウト・クラスのキャストアウ ト・クラス・カウント
が減分される。 −そのディレクトリ・エントリを含む記憶クラスの合計
変更済みカウントが減分される。

【０１１４】変更信号の処理：変更信号は、指定された
データ域及びキャストアウト・クラスについて処理され
る。その処理は次の通りである。

【０１１５】−変更ビットがディレクトリ・エントリ中
でセットされ、データが変更された状態でキャッシュ記
憶されることを示す。

【０１１６】−変更信号がそのディレクトリ・エントリ
に関して処理された最初の変更信号である場合、ユーザ
・データ・フィールドがそのディレクトリ・エントリ中
に記憶される。最初の変更信号が発生するのは、データ
が当初はキャッシュ記憶されていないとき、あるいは未
変更のままでキャッシュ記憶されているときである。デ
ータが最初に変更された状態でキャッシュ記憶されてい
るときは、変更信号は２番目以降の変更信号であり、ユ
ーザ・データ・フィールドは記憶されない。

【０１１７】−キャストアウト・クラスがディレクトリ
・エントリに記憶され、このディレクトリ・エントリが
キャストアウト待ち行列の一番底部に入れられる。これ
は、あるキャストアウト・クラスにおける最初の配置
（placement）であることも、クラス指定の変更を表す
ことも、またそのキャストアウト・クラス内のデータの
更新であることもある。

【０１１８】−キャストアウト・カウントが更新され
る。これがあるキャストアウト・クラスにおける最初の
配置である場合、キャストアウト・クラス・カウントが
１だけ増分される。これがクラスの変更である場合は、
原始クラスのキャストアウト・クラス・カウントが減分
され、目標キャストアウト・クラスのキャストアウト・
クラス・カウントが１だけ増分される。これがキャスト
アウト・クラス内での更新である場合は、キャストアウ
ト・クラス・カウントは更新されない。

【０１１９】ディレクトリ・エントリ中の変更ビットの
設定は、コマンドの完了前に行わなければならない。

【０１２０】名前の割当て：名前割当ては、無効のディ
レクトリ・エントリを得、それを無効とマークし、その
名前を初期設定し、当該ディレクトリ・エントリをディ
レクトリに付加することにより、指定された名前に関し
て処理される。

【０１２１】使用可能な無効のディレクトリ・エントリ
がないときは、有効なディレクトリ・エントリがＳＥＳ
によって再利用され、その現内容をクリアされ、ディレ
クトリに付加される。未変更の最古の（最も以前に使用
された）ディレクトリ・エントリが再利用される。

【０１２２】名前比較：名前比較は、バイト・レベルの
比較であり、マスク・フィールドによって制御される。
マスク・フィールド中の左から右へ１６ビットが、名前
フィールドの左から右へ１６バイトと１対１で対応す
る。比較は左から右へ１バイトずつ進められる。マスク
中の対応ビットが１のときは、バイト群が比較される。
そうでない場合は、比較は行われず、次のバイトで動作
が続行される。

【０１２３】変更済みデータの書込み：あるデータ要素
が変更済みの状態で記憶されているとき、指定されたキ
ャストアウト・クラスのキャストアウト・クラス・カウ
ントと、ＳＥＳ中の変更済みデータ要素の合計数とが戻
される。

【０１２４】キャッシュ構造コマンド：以下のコマンド
をプロセス流れ図に示すように、ＳＥＳでＳＥＳオブジ
ェクトに対して取られる措置に関して記述する。 −キャストアウト・クラス読取り（図５） −キャストアウト・クラス情報読取り（図６） −ディレクトリ読取り（図７） −キャストアウト用読取り（図９） −キャストアウト・ロック解除（図１０） −読取り及び登録（図１１） −書込み及び登録（図１２及び１３） −登録済み時書込み（図１４）

【０１２５】キャストアウト・クラス読取り：キャスト
アウト・クラス読取りコマンドによって呼び出される諸
プロセスを図５にまとめて示す。キャストアウト・クラ
ス読取りコマンドは、名前ブロック（ＮＢ）のリストを
主記憶装置に戻す。名前フィールドがマスク状態の入力
名と一致したとき、ディレクトリ・エントリは処理さ
れ、指定されたキャストアウト・クラス待ち行列に入れ
られる。

【０１２６】マスクされていないすべてのバイトが等し
い（５０１）とき、名前比較は成功である。０のマスク
のときは、すべての名前を戻す。

【０１２７】キャストアウト・クラスが走査される。名
前ブロックが戻されるリストに追加され、マスク状態の
入力名と一致する、そのキャストアウト・クラスの各名
前ごとに１ずつ、処理済みカウントが増分される（５０
２）。

【０１２８】キャストアウト・クラスの走査は、再開ト
ークン要求オペランドによって制御される。トークン値
が０のとき処理が開始し、トークン値が非０のときは、
そのトークンが指定する場所から処理が再開される。デ
ータ・ブロックが満杯になったとき、そのキャストアウ
ト・クラス全体の処理が終わったとき、あるいはモデル
依存のタイムアウトを超えたとき、処理は完了される。
データ・ブロックが満杯のとき（５０３）は、再開トー
クンが生成され（５０４）、ディレクトリ要素のリスト
（５０５）及び処理済みカウントと共に戻される。キャ
ストアウト・クラスの終りに達したとき（５０６）は、
ディレクトリ要素のリストと処理済みカウントがプログ
ラムに戻される（５０７）。テーブルの終りに達する前
にモデル依存タイムアウトが発生したとき（５０８）
は、再開トークンが生成され（５０９）、ディレクトリ
要素のリスト（５１０）及び処理済みカウントと共に戻
される。

【０１２９】キャストアウト・クラスの走査は、再開ト
ークンで指定されるディレクトリ・エントリから開始
し、キャストアウト・クラス待ち行列の配列によって指
定される順序で進行する。走査の順序付けは、キャスト
アウト・クラス読取りコマンドの１回ごとの実行につい
て必要であるが、そのコマンドの個々の実行の全体を通
じて必要ではない。連続するキャストアウト・クラス読
取りコマンド間で待ち行列上に移動があると、次の実行
の際に走査開始点の位置が変わる可能性がある。そのた
めにそのキャストアウト・クラス待ち行列の一部の要素
が失われたり、何回も戻されたりする可能性がある。再
開トークンの値が０のときは、走査はそのキャストアウ
ト・クラス待ち行列の一番上から開始する。

【０１３０】キャストアウト・クラスの全体を戻すに
は、キャストアウト・クラス読取りコマンドを何回も発
行することが必要となることがある。プログラムが整合
性のある完全な待ち行列を必要とする場合、プログラム
は、そのキャストアウト・クラスの走査が完了するま
で、そのキャストアウト・クラスに対する書込み活動が
行われないようにしなければならない。

【０１３１】キャストアウト・クラス情報読取りコマン
ドによって呼び出される諸プロセスを図６に要約して示
す。キャストアウト・クラス情報読取りコマンドは、あ
る範囲のキャストアウト・クラスに関する統計を戻す。
キャストアウト・クラスの指定された範囲での最大部分
集合についてのカウンタと最大部分集合の範囲について
のカウンタが、データ・ブロックに置かれる。これらの
カウンタは、キャストアウト・クラスの順序でデータ・
ブロックに置かれる。最初のカウンタは、範囲の始め
（ＳＲ）と指定されたキャストアウト・クラス用のカウ
ンタである。最後に記憶されるカウンタは、要求された
範囲のサイズと範囲の終り（ＥＲ）の値とに依存する。
範囲の終りの値が最大キャストアウト・クラスの値より
小さく、範囲全体がそのデータ・ブロックに収まるとき
は、最大部分集合はその範囲全体に等しい（６０１）。
この場合、要求された範囲の始めの値がＳＲデータ・オ
ペランド中に置かれ、範囲の終りの値がＥＲデータ・オ
ペランド中に置かれる（６０２）。

【０１３２】データ・ブロックが満杯であり、最後に記
憶されたカウンタのキャストアウト・クラス値が最大キ
ャストアウト・クラス値より小さい（６０３）ときは、
範囲の始め値がＳＲデータ・オペランド中に置かれ、最
終キャストアウト・クラス値がＥＲデータ・オペランド
中に置かれ（６０４）、追加のエントリの存在を示す応
答コードが戻される（６０５）。

【０１３３】指定された範囲の終りの値が最大キャスト
アウト・クラス値より大きく、データ・ブロックが満杯
でない（６０６）ときは、範囲の始め値がＳＲデータ・
オペランド中に置かれ、最大キャストアウト・クラス値
がＥＲデータ・オペランド中に置かれ（６０７）、範囲
外れ応答コードが戻される（６０８）。

【０１３４】要求された範囲の始めが最大キャストアウ
ト・クラス値より大きい（６０９）ときは、ＳＲオペラ
ンドとＥＲオペランド中に０の値が格納され（６１
０）、エラー応答が戻される（６１１）。

【０１３５】ディレクトリ読取り：マスク下ディレクト
リ読取りコマンドによって呼び出されるプロセスを、図
７に要約して示す。このディレクトリ読取りコマンド
は、ディレクトリを走査して、ディレクトリ・エントリ
情報ブロックのリストを戻し、あるいは名前ブロックの
リストを戻す。ディレクトリ・エントリは、名前フィー
ルドがマスク状態の入力名と一致し、変更済み状態が要
求された状態と一致するとき、処理される（７０１）。
マスクされていないバイトがすべて等しいとき、名前の
比較は成功である（７０２）。０マスクは、すべての名
前を処理させる。

【０１３６】変更状態選択制御が０のとき、マスク状態
の名前と一致するすべてのディレクトリ・エントリが処
理される。変更状態選択制御が１のときは、変更済みま
たはキャストアウト用にロック済みで、マスク状態の名
前と一致する項目だけが処理される。

【０１３７】ディレクトリが走査される。戻されるディ
レクトリ・ブロックのリスト（ＮＢ）にディレクトリ・
エントリ情報ブロックが追加され（７０３及び７０
４）、要求が変更済みデータに関するもので、ディレク
トリ・エントリ中の名前がマスク状態の入力名と一致
し、データの変更済み状況が変更状態選択基準と一致す
るとき、処理済みカウントが１だけ増分される。

【０１３８】ディレクトリの走査は、再開トークン要求
オペランドによって制御される。トークン値が０のとき
処理が開始され、トークン値が非０のときは、トークン
によって指定される場所から処理が再開される。データ
・ブロックが満杯のとき、ディレクトリ全体が処理済み
のとき、あるいはモデル依存のタイムアウトを越えたと
き、処理は完了する。データ・ブロックが満杯のとき
（７０５）、再開トークンが生成され（７０６）、戻さ
れるディレクトリ・ブロックのリスト及び処理済みカウ
ントと共に戻される（７０７）。ディレクトリの終りに
達したとき（７０８）、戻されるディレクトリ・ブロッ
クのリスト（７０９）と処理済みカウントがプログラム
に戻される。ディレクトリの終りに達する前にモデル依
存のタイムアウトが発生したとき（７１０）、再開トー
クンが生成され、戻されるディレクトリ・ブロックのリ
スト（７１２）、及び処理済みカウントと共に戻される
（７１１）。

【０１３９】ディレクトリ・エントリ情報ブロック（Ｄ
ＥＩＢ）のフォーマットを図８に示す。

【０１４０】ディレクトリを走査するには、ディレクト
リ読取りコマンドを何回も実行する必要がある。ディレ
クトリは走査プロセス中に変化することがある。走査完
了前に処理しなければならないディレクトリ・エントリ
の組は、ディレクトリ走査処理の開始時に存在し有効な
ままである、有効ディレクトリ・エントリからなる。走
査開始後に追加または削除されるディレクトリ・エント
リは処理を受ける必要がない。ディレクトリ・エントリ
は１回だけ処理されればよい。処理後に更新されたディ
レクトリ・エントリは、再度処理を受ける必要はない。

【０１４１】キャストアウト用読取り：キャストアウト
用読取りコマンドによって呼び出されるプロセスを図９
に要約して示す。キャストアウト用読取りコマンドは、
名前付きデータ域の内容をローカル・キャッシュに戻
し、その名前をキャストアウトのためにロックする。

【０１４２】データがキャッシュ記憶され変更された
が、キャストアウトのためにロックされてはいない（９
０１）ときは、ＬＣＩＤオペランドの値をキャストアウ
ト・ロックの第１バイトに格納し、ＣＰＩＤオペランド
の値をキャストアウト・ロックの第２バイトに格納し、
変更ビットを０にリセットする（９０２）ことにより、
そのデータがキャストアウト用にロック済みとマークさ
れる。完了を示すデータ応答コードが戻される（９０
３）。データは、メッセージ・コマンド・ブロック中の
データ・アドレスによって指定される主記憶場所に戻さ
れ、付属データが存在するときは、それがメッセージ応
答ブロック中に戻される。記憶クラスが増分される。

【０１４３】データがキャストアウトのためにロックさ
れている（９０４）ときは、キャストアウト進行中ロッ
クの値が戻される（９０５）。

【０１４４】データがキャッシュ記憶されていないと
き、あるいはキャッシュされているが変更されていない
（９０６）ときは、このコマンドは例外応答コードで完
了する（９０７）。

【０１４５】ディレクトリに名前が割り当てられていな
い（９０８）ときは、エラー応答コードが戻される。

【０１４６】キャストアウト・ロック解除：キャストア
ウト・ロック・リスト・ロック解除コマンドによって呼
び出されるプロセスを、図１０に要求して示す。キャス
トアウト・ロック解除コマンドは、キャストアウト・ロ
ックを０にリセットし、ユーザ・データ・フィールドを
名前リスト用のディレクトリ・エントリ中に格納する。

【０１４７】各リスト項目が、ＳＬ要求オペランドで指
定される項目から順に処理される。リストの終りに達す
るか、リスト項目の処理でエラーが発生するか、あるい
はモデル依存のタイムアウトを超えるまで、処理は継続
する。各リスト項目の処理は次の通りである。

【０１４８】その名前を含むディレクトリ・エントリが
見つけ出される。データがキャストアウトのためにロッ
クされており、キャストアウト・ロックの値がローカル
・キャッシュ識別子の値と一致するときは、キャストア
ウト・ロックが０にセットされ（１００１）、ユーザ・
データ・フィールドがそのディレクトリ・エントリ中に
格納される（１００２）。変更ビットと変更ビット過剰
指示（ＣＢＯ）が共に０の場合は、そのディレクトリ・
エントリがキャストアウト・クラス待ち行列から除去さ
れる（１００３）。変更ビットが０で、変更ビット過剰
指示が１の場合は、変更ビットが１にセットされる（１
００４）。そのリスト項目についての処理が完了する。
次のリスト項目が処理される。リストの終りに達した場
合（１００５）、そのコマンドは完了し、完了応答コー
ドが戻される（１００６）。

【０１４９】ディレクトリに名前が割り当てられ、キャ
ストアウト・ロックがローカル・キャッシュ識別子の値
と一致しない場合（１００７）、そのリスト項目は処理
されない。そのリスト項目の値が現リスト項目応答オペ
ランド中に置かれ（１００８）、キャストアウト・ロッ
クの値がキャストアウト・ロック値応答オペランド中に
置かれる（１００９）。それ以上の処理は行われず、応
答が戻される。

【０１５０】モデル依存のタイムアウトを超えた（１０
１０）とき、首尾よく処理された最後のリスト項目の値
が現リスト項目応答オペランド中に置かれ（１０１
１）、タイムアウトを示す応答コードが戻される（１０
１２）。

【０１５１】ディレクトリに名前が割り当てられていな
い（１０１３）ときは、そのリスト項目は処理されな
い。そのリスト項目の値が現リスト項目応答オペランド
中に置かれる（１０１４）。それ以上の処理は行われ
ず、応答が戻される（１０１５）。

【０１５２】非ゼロの応答コードが戻されるとき、その
リストは完全に処理済みではない。ＣＬＩ応答オペラン
ドが、処理が完了した地点を識別する。指定されたリス
ト項目より前のリスト項目はすべて処理されており、指
定されたリスト項目より後のリスト項目はすべて未処理
である。

【０１５３】例外応答コードが戻されるときは、そのリ
スト項目の処理中にエラーが発生した。プログラムは、
リストの始めオペランド（ＳＬ）の値を現リスト項目
（ＣＬＩ）の値より１つ大きな値にセットしてこのコマ
ンドを再発行することにより、リスト処理を続行するこ
とができる。

【０１５４】読取り及び登録：図１１は、読取り及び登
録コマンドのプロセス流れ図である。読取り及び登録コ
マンドは、名前付きデータ域の内容をローカル・キャッ
シュに戻し、ローカル・キャッシュ・エントリを登録す
る。データがキャッシュされていないときは、登録動作
のみが実行される。読取り及び登録コマンドはまた、そ
の名前が現在割り当てられていないとき、名前をディレ
クトリに割り当てる。

【０１５５】名前置換制御（ＮＲＣ）要求オペランドが
１のとき（１１０１）、置換名及びローカル・キャッシ
ュ識別子の各要求オペランドによって指定されるローカ
ル・キャッシュ・エントリが登録解除される（１１０
２）。名前置換制御が０のときは、登録解除は行われな
い。

【０１５６】データがキャッシュされているとき（１１
０３）、ローカル・キャッシュ・エントリが登録され
（１１０４）、参照信号がその記憶クラスに関して開始
され（１１０５）、データが変更ビットと共に戻される
（１１０６）。

【０１５７】名前がディレクトリに割り当てられている
が、データはキャッシュされていないとき（１１０
７）、ローカル・キャッシュ・エントリが登録され（１
１０８）、参照信号がその記憶クラスに関して開始され
る（１１０９）。

【０１５８】名前がディレクトリに割り当てられてい
ず、ディレクトリ割当てが抑制されてはいないとき（１
１１２）、ディレクトリ・エントリ割当て動作が実行さ
れる（１１１３）。キャッシュが満杯でない場合、ディ
レクトリ・エントリが割り当てられ、ローカル・キャッ
シュ・エントリが登録され（１１１４）、参照信号がそ
の記憶クラスに関して開始される（１１１５）。

【０１５９】名前がディレクトリ中にリストされてい
ず、割当てが制御されているとき（１１１１）、そのコ
マンドは完了し、例外応答コードが戻される。

【０１６０】書込み及び登録：図１２及び１３は、書込
み及び登録コマンドのプロセス流れ図である。書込み及
び登録コマンドは、変更制御がデータの変更状態と整合
するとき、データ・ブロックの内容をデータ域に記憶
し、ローカル・キャッシュ・エントリを登録する。

【０１６１】書込み及び登録コマンドはまた、ディレク
トリに現在名前が割り当てられないときには、ディレク
トリ・エントリを割り当てる。

【０１６２】名前置換制御（ＮＲＣ）要求オペランドが
１のとき（１２０１及び１３０１）、置換名及びローカ
ル・キャッシュ識別子の各要求オペランドによって指定
されるローカル・キャッシュ・エントリが登録解除され
る（１２０２及び１３０２）。名前置換制御が０のとき
は、登録解除は行われない。

【０１６３】データがキャッシュ記憶されていないと
き、データ・テーブル・エントリが割り当てられる（１
２０３、１２０４、１３０３、１３０４）。ディレクト
リに名前が割り当てられることも割り当てられないこと
もある。割り当てられない場合は、名前の割当ても行わ
れる（１２０５及び１３０５）。割当てが成功した場
合、変更制御が０のときはデータが未変更のままでＳＥ
Ｓキャッシュに書き込まれ（１２０６及び１２１０）、
変更制御が１のときは変更された状態で書き込まれ（１
３０６及び１３１０）、ローカル・キャッシュ・エント
リが登録される（１２０７、１２１１、１３０７、１３
１１）。

【０１６４】データが未変更のままで既にキャッシュ記
憶されているとき（１２１４）、変更制御が０の場合
は、データが未変更のままで書き込まれ（１２１５）、
変更制御が１の場合はデータが変更された状態で書き込
まれる（１３１５）。

【０１６５】データが変更された状態で既にキャッシュ
記憶され、変更制御が０のとき（１２１６）、データは
書き込まれず、ローカル・キャッシュ・エントリは登録
されない。変更制御は、データの変更状態と整合しな
い。コマンドが完了し、例外反応コードが戻される。

【０１６６】データが変更された状態でキャッシュ記憶
され、変更制御が１のとき（１３１５）、データは変更
された状態で書き込まれ、成功応答コードが戻される。

【０１６７】登録時書込み：図１４は、登録時書込みコ
マンドのプロセス流れ図である。登録時書込みコマンド
は、その名前がディレクトリ中で割り当てられ、ローカ
ル・キャッシュ・エントリが登録されており、かつ変更
制御がデータの変更状態と整合する場合に、データ・ブ
ロックの内容をデータ域に記憶する。

【０１６８】ローカル・キャッシュ・エントリが登録さ
れ、データがキャッシュされていないとき（１４０１及
び１４０２）、データ・テーブル・エントリが割り当て
られる（１４０３及び１４０４）。割当てが成功し、変
更制御が０の場合（１４０５）、データが未変更のまま
で書き込まれる。割当てが成功し、変更制御が１の場合
（１４０６）、データは変更された状態で書き込まれ
る。

【０１６９】ローカル・キャッシュ・エントリが登録さ
れ、データが未変更のままで既にキャッシュ記憶されて
いるとき（１４０９）、変更制御が０のときは、データ
が未変更のままで書き込まれ（１４１０）、変更制御が
１のときは、データが変更された状態で書き込まれる
（１４１１）。

【０１７０】ローカル・キャッシュ・エントリが登録さ
れていないとき（１４１２及び１４１３）、コマンドは
完了し、例外応答コードが戻される。

【０１７１】ローカル・キャッシュ・エントリが登録さ
れ、データが変更された状態で既にキャッシュ記憶さ
れ、変更制御が０のとき（１４１４）、データは書き込
まれない。変更制御はデータの変更状態と整合しない。

【０１７２】ローカル・キャッシュ・エントリが登録さ
れ、データが変更された状態でキャッシュ記憶され、変
更制御が１のとき（１４１５）、データは変更された状
態で書き込まれる（１４１１）。

【０１７３】ＤＡＳＤとＳＥＳキャッシュの間のデータ
移動の管理：ＳＥＳキャッシュと、ＳＥＳキャッシュを
利用するローカル・データ・マネージャと、オペレーテ
ィング・システムのサポートとからなるシステム構造の
概要を図１５ないし１９に示す。図１５には、データ・
ベース・マネージャのバッファ・マネージャによって実
行される処理を要約して示す。シスプレックス中の諸シ
ステム間で共用されるデータ・ベースが最初にアクセス
されるとき、ローカル・バッファ・プールを構築するこ
とができ（１５０１）、ＳＥＳキャッシュ構造にサポー
トを与えるオペレーティング・システム・サービスを呼
び出して、バッファ・マネージャにＳＥＳキャッシュ構
造へのアクセスを許可することができ（１５０２）、オ
ペレーティング・システム・サービスを使ってタイムア
ウト間隔を設定することができる（１５０６）。

【０１７４】ＳＥＳキャッシュ構造をサポートするオペ
レーティング・システム・サービスは、バッファ・マネ
ージャにＳＥＳキャッシュ構造へのアクセスを許可する
ために呼び出される（１５０２）。これらのサービス
は、まず要求されたＳＥＳキャッシュ構造が既に割り振
られているかどうか決定する（１５０３）。ＳＥＳ構造
が既に割り振られてはいない場合、キャッシュ構造割振
りコマンドを呼び出して、ＳＥＳキャッシュ構造を作成
させる（１５０４）。オペレーティング・システム・サ
ービスは、ローカル・キャッシュ識別子（ＬＣＩＤ）を
選択し、ＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ（ベクトル定義）
ＣＰＵ命令を発行することによって、キャッシュ・コヒ
ーレンシ・ビット・ベクトルを作成させる。ローカル・
キャッシュ付加コマンドを発行して、ローカル・キャッ
シュをＳＥＳキャッシュと関連付ける（１５０５）。

【０１７５】メインライン動作中、データ・ベースへの
アクセスは、バッファ・マネージャによってサポートさ
れる。異なる多数のプロトコルに従うことができる。メ
インライン使用の例を図１６及び１７に示す（１５０７
の詳細）。 −データをＤＡＳＤから検索する −データをＳＥＳキャッシュに記憶する −データをＳＥＳキャッシュから検索する −データをＤＡＳＤに記憶する

【０１７６】データへのアクセスは、ＣＰＣ上で実行さ
れ、データ・ベース・マネージャに要求を行うプログラ
ムによって指令される。たとえば、そうしたプログラム
は、エンド・ユーザからの、トランザクション・プログ
ラムを実行させる要求の結果として実行できる。

【０１７７】データ・ベース・バッファ・マネージャに
要求が行なわれたとき、バッファ・マネージャは、要求
されたデータが既にローカル・バッファ中にあるかどう
か決定する（１６０１）。データがローカル・バッファ
中にある場合、データの妥当性が検査される（１６０
２）。ローカル・バッファ中のデータは、データ・ベー
ス・マネージャの他のインスタンスが更新を実行したた
め無効になることもある（図１７の１７０３及び１７０
５）。ローカル・バッファ中でデータが有効な場合、参
照リスト処理コマンドによってＳＥＳデータ要素参照を
更新するために使用されるエントリが名前リスト中で作
成される（１６０３）。

【０１７８】ローカル・バッファ中で現在データが有効
ではない場合、あるバッファが割り当てられ、妥当性標
識が割り当てられる（１６０４）。ローカル・バッファ
をＳＥＳキャッシュに登録し、データがＳＥＳキャッシ
ュに記憶されている場合はデータを検索するため、読取
り及び登録コマンドが発行される（１６０５）。データ
がＳＥＳキャッシュから検索されない（テストは１６０
６で行われる）場合、データはＤＡＳＤから読み取られ
る（１６０８）、読取り要求は、要求されたデータを呼
出し側に戻すことで完了する。

【０１７９】更新要求の場合、バッファ・マネージャは
ローカル・バッファの内容を更新させる（１７０１）。
次いで、データをＳＥＳキャッシュに記憶すべきか否か
決定が行われる（１７０２）。データをＳＥＳキャッシ
ュに記憶すべき場合は、登録済み時書込みコマンドが発
行される（１７０３）。登録済み時書込みコマンドによ
って実行される処理の一環として、データ・ベース・マ
ネージャの他のインスタンスのローカル・バッファ中の
データ要素の他のコピーがすべて無効にされる。データ
をＳＥＳキャッシュに記憶すべきでない場合は、データ
をＤＡＳＤに書き込むことができる（１７０４）。デー
タがＤＡＳＤに書き込まれていたときは、相補コピー無
効化コマンドが発行されて、データ・ベース・マネージ
ャの他のインスタンスのローカル・バッファ中のデータ
要素の他のコピーをすべて無効にする（１７０５）。

【０１８０】メインライン動作の間、バッファ・マネー
ジャは、ＳＥＳキャッシュの記憶域の管理にも責任を持
つ（１５０８、また図１８及び１９に詳記）。バッファ
・マネージャは、ＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤへの変
更済みデータ要素の移動の管理にも責任を持つ。初期設
定中に確立されたタイムアウト間隔により、オペレーテ
ィング・システムは、ＳＥＳキャッシュ域の管理及びＳ
ＥＳキャッシュ・データのＤＡＳＤへの移動の管理のた
め、周期的に処理ルーチンに制御権を渡す。

【０１８１】ＳＥＳキャッシュ域管理用の１つのプロト
コルの概要を図１８に示す。この処理には、ＳＥＳキャ
ッシュ構造の使用の初期設定中にデータ・ベース・マネ
ージャによって確立される周期的間隔で制御が与えられ
る。各記憶クラスに対して記憶クラス情報読取りコマン
ドが発行される（１８０１）。各記憶クラスのヒット率
が計算される（１８０２）。得られたヒット率が各記憶
クラスについて設定された性能目標と比較され、記憶ク
ラス・サイズの調整値が計算される（１８０３）。割り
振られたＳＥＳ資源の変更が必要な各記憶クラスについ
て、再利用ベクトル設定コマンドが発行されて、再利用
ベクトルを活動化する（１８０４）。メインライン動作
の間にローカル・バッファ参照が記憶された（１６０
３）各記憶クラスについて、参照リスト処理コマンドが
発行される（１８０５）。

【０１８２】ＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤへのデータ
移動管理用の１つのプロトコルの概要を図１９に示す。
この処理には、ＳＥＳキャッシュ構造の使用の初期設定
中にデータ・ベース・マネージャによって確立された周
期的間隔で制御が与えられる。各キャストアウト・クラ
スについてキャストアウト・クラス情報読取りコマンド
が発行され、候補のキャストアウト・クラスが選択され
る（１９０１）。選択された各キャストアウト・クラス
についてキャストアウト・クラス読取りコマンドが発行
される（１９０２）。最も以前に更新されたディレクト
リ・エントリのリストが戻される。選択された各ディレ
クトリ・エントリについて、キャストアウト用読取りコ
マンドが発行される（１９０３）。ＳＥＳから読み取ら
れたデータをＤＡＳＤに書き込ませる入出力要求が作成
される（１９０４）。入出力動作が完了したとき、キャ
ストアウト・ロック解除コマンドが発行される（１９０
５）。

【０１８３】ＳＥＳキャッシュを使用する全データがも
はやアクセスできなくなったとき、データ・ベース・マ
ネージャはＳＥＳキャッシュから切断することができる
（１５０９）。データ・ベース・マネージャは、すべて
の修正済みデータ要素を、ＳＥＳキャッシュからＤＡＳ
Ｄに移動するか、それとも修正済みデータ要素をＳＥＳ
キャッシュに残しておくかを選択することができる。Ｓ
ＥＳキャッシュ中に修正済みデータ要素が残っていない
場合、ＳＥＳキャッシュ構造を割振り解除することがで
き、また将来の使用に備えて割り振られたままにしてお
くこともできる。データ・ベース・マネージャは、ＳＥ
Ｓキャッシュ構造から切断するために、オペレーティン
グ・システム・サービスを呼び出す（１５０９）。ロー
カル・キャッシュをＳＥＳキャッシュから関連解除する
ため、ローカル・キャッシュ切断コマンドが発行され
る。必要なら、オペレーティング・システムはローカル
・キャッシュ識別子（ＬＣＩＤ）を再割当てのために使
用可能にする。キャッシュ・コヒーレンシ・ベクトルを
解放するためにＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ ＣＰＵ命
令が発行される。オペレーティング・システム・サービ
スは、ＳＥＳキャッシュ構造を割振り解除すべきかどう
か決定する（１５１１）。ＳＥＳキャッシュ構造を割振
り解除すべき場合、キャッシュ構造割振り解除コマンド
が呼び出される（１５１２）。次いでローカル・バッフ
ァ・プールがデータ・ベース・マネージャによって解放
される（１５１３）。

【０１８４】キャストアウト・クラス割当て：キャスト
アウト・クラスは、データが変更された状態で記憶され
るとき、登録済み時書込みコマンド及び書込み及び登録
コマンドによって、データ要素に割り当てられる。変更
信号処理の一環として次のことが行われる。

【０１８５】−キャストアウト・クラスがディレクトリ
・エントリ中に記憶され、そのディレクトリ・エントリ
がキャストアウト・クラス待ち行列の一番底部に入れら
れる。これは、キャストアウト・クラスへの最初の配置
（placement）であることも、またクラス指定の変更を
表すことも、あるいはキャストアウト・クラス内でのデ
ータの更新であることもある。

【０１８６】−キャストアウト・クラス・カウントが更
新される。これがキャストアウト・クラスへの最初の配
置である場合は、キャストアウト・クラス・カウントが
１だけ増分される。これがクラスの変更である場合は、
ソース・キャストアウト・クラスのキャストアウト・カ
ウントが減分され、目標キャストアウト・クラスのキャ
ストアウト・クラス・カウントが１だけ増分される。こ
れがキャストアウト・クラス内での更新である場合は、
キャストアウト・クラス・カウントは更新されない。

【０１８７】−変更信号がそのディレクトリ・エントリ
に関して処理される最初の変更信号であるとき、ユーザ
・データ・フィールドがディレクトリ・エントリ中に記
憶される。最初の変更信号が発生するのは、データが最
初にキャッシュされていないとき、あるいは未変更のま
までキャッシュされているときである。データが最初に
変更された状態でキャッシュされるときは、その変更信
号は第２以降の変更信号であり、ユーザ・データ・フィ
ールドは記憶されない。

【０１８８】キャストアウト・クラスの割当ては、その
データ要素が永続的に常駐するＤＡＳＤボリュームに基
づいて行われる。ＳＥＳキャッシュを使用しているデー
タ・マネージャが、キャストアウト・クラスを各ＤＡＳ
Ｄボリュームと関連付ける。

【０１８９】キャストアウトの処理：キャストアウト処
理を開始するために、キャストアウト・クラス・カウン
ト及び合計変更済みカウントが周期的に閾値と比較され
る。これは、下記のどちらかの方法で行われる。

【０１９０】−事象駆動式キャストアウト：各書込み動
作の後に、登録時書込みコマンド及び書込み及び登録コ
マンド上で戻されるカウントが比較される。これによっ
て、書込みコマンドが発生し、かつ定義された閾値を超
えたとき、指定されたキャストアウト・クラスに関する
キャストアウト処理がトリガされる。この比較は、トラ
ンザクション処理の一部である。

【０１９１】−タイマ駆動式キャストアウト：時間を調
整された間隔でキャストアウト・クラス情報読取りコマ
ンドを用いて１組のカウンタが要求される。この比較
は、背景プログラムの一部であり、どのトランザクショ
ン処理の一部でもない。キャストアウト処理に対する応
答性カウントと、獲得の際のトランザクション・オーバ
ーヘッドとの間の平衡を維持しなければならない。

【０１９２】キャストアウト・プロセスでは、キャスト
アウト・クラス情報読取りコマンドを使ってある範囲の
キャストアウト・クラスについてデータ要素のカウント
を決定することができる。戻されるカウントと、使用す
る管理プロトコルとに基づいて、プログラミングにより
ＤＡＳＤボリュームに関するキャストアウト処理を開始
することができる。変更済みデータ要素を書き込むべき
各ＤＡＳＤボリュームについて、プログラミングにより
キャストアウト・クラス情報読取りコマンドを発行す
る。特定の名前マスクと一致するデータ要素を選択する
と、プログラミングで特定のデータ・セットに関連する
データ要素のみを選択できるようになる。選択されたキ
ャストアウト・クラスと名前マスクに関連するデータ要
素名とユーザ・データ・フィールドが、キャストアウト
・クラス情報読取りコマンドによって戻される名前ブロ
ック中に含まれる。プログラミングにより戻されたデー
タからデータ要素を選択し、ＳＥＳキャッシュからＤＡ
ＳＤへのデータの移動を開始することができる。

【０１９３】キャストアウト・プロセスは、キャストア
ウト用読取りコマンドを使ってＳＥＳキャッシュからデ
ータ要素を取り出す。キャストアウト用読取りコマンド
は、単一のプロセスが変更済みデータをＤＡＳＤに書き
込んでいることを保証するために、キャストアウト・ロ
ック（ＣＯ）をセットする。キャストアウト・ロックが
セットされるとき、変更ビットはリセットされる。単一
プロセスが変更済みデータをＤＡＳＤに書き込んでいる
ことを保証すると、データに対する修正を失わせる恐れ
のある競合状態が防止される。たとえば、 −プロセス１が、ＤＡＳＤに書き込むためあるデータ要
素を取り出す。 −その後、そのデータ要素がＳＥＳキャッシュ中で修正
される。 −プロセス２が、ＤＡＳＤに書き込むためそのデータ要
素を取り出す。 −プロセス２が、ＤＡＳＤへのそのデータ要素の書込み
を完了する。 −プロセス１が、ＤＡＳＤへのそのデータ要素の書込み
を完了する。

【０１９４】キャストアウト・ロックがＳＥＳ中でセッ
トされたデータ要素に対する書込み動作が完了する。こ
の書込み動作によって変更ビットがオンになることがで
きる。

【０１９５】キャストアウト・ロック解除コマンドは、
データ要素がＤＡＳＤ上に首尾よく記録されたとき発行
される。キャストアウト・ロック解除コマンドは、キャ
ストアウト・ロックをリセットする。書込み動作によっ
て変更ビットがセットされた場合、変更ビットはキャス
トアウト・ロック解除コマンドの終了時にセットされた
ままである。キャストアウトを実行中のプロセスが失敗
した場合、キャストアウト・ロック解除コマンドは変更
ビットを強制的にセットさせることができる。変更ビッ
トを強制的にセットさせると、プログラミングでデータ
要素が首尾よくＤＡＳＤに書き込まれたかどうかがわか
らないとき、データ要素の変更済みという性質を保護で
きるようになる。

【０１９６】リスト形のキャストアウト・ロック解除コ
マンドは、多数のデータ要素がＤＡＳＤに書き込まれる
とき、キャストアウト・プロセスを完了させる効率的な
手段をプログラミングに与える。これは、プログラミン
グで単一のＤＡＳＤボリュームに関する変更済みのデー
タ要素を有効に取り出し、変更済みデータをＤＡＳＤに
転送するための効率的なチャネル・プログラムを構築す
ることができるようにする、キャストアウト・クラス待
ち行列を有することを補完するプロセスである。

【０１９７】変更率の管理：データ・マネージャによる
全般的キャストアウト処理は、変更済みのデータがせい
ぜい約２０％となるようにＳＥＳキャッシュを管理する
ことができる。プログラムは、ＳＥＳキャッシュ中の変
更済みデータの割合を監視し、変更済みデータ要素をＤ
ＡＳＤに移動するためのキャストアウト処理を開始す
る。変更済みデータが２０％未満の状態を維持するため
に、どのデータ要素をＤＡＳＤに移動するべきかの選択
は、プログラムで判断する。効率上、多数の物理的ブロ
ックを転送するチャネル・プログラムを書き込ませるの
に十分なデータ要素を含むキャストアウト・クラスを選
択するのが最善である。

【０１９８】最古の変更済みデータの管理：データが書
き込まれ変更制御が変更済みデータを示すとき、変更信
号の処理が開始される。変更信号がそのディレクトリ・
エントリに関して処理される最初の変更信号であると
き、ユーザ・データ・フィールドがそのディレクトリ・
エントリ中に記憶される。ユーザ・データ・フィールド
は、データ要素が変更されたが、その変更がまだＤＡＳ
Ｄに移動されていない、最も古い時点を表す時間値を含
有するためにプログラムが使用する。プログラムによっ
て使用されるＳＥＳキャッシュ中のすべてのデータ要素
のうち、最も古い時間値をもつデータ要素が、ＳＥＳキ
ャッシュ障害の場合にデータベースを回復するためにプ
ログラムがログ・データを処理しなければならない、最
も以前の時点を表す。ＳＥＳキャッシュ障害から回復す
るためにログ・データが処理を必要とする時間間隔が長
いほど、回復にかかる時間も長くなる。したがって、プ
ログラムは、ＳＥＳキャッシュ中の変更済みデータの量
を管理することに加えて、最も古い変更済みデータがＤ
ＡＳＤに移動されるという利点を有する。ＳＥＳキャッ
シュ中の最も古い変更済みデータを認識するには、ディ
レクトリ読取りコマンド及びキャストアウト・クラス読
取りコマンドによって戻される名前ブロックを処理す
る。

【０１９９】ＤＡＳＤボリュームの管理：ＳＥＳキャッ
シュ中の変更済みデータ要素の比率あるいは最も古い変
更済みデータのエージ（age）にかかわらず、プログラ
ミングで、特定の事象が発生したとき、データ・セット
の特定のボリュームに関連するデータ要素をＤＡＳＤに
移動させることを選択することになる。たとえば、最後
のユーザがあるデータベースへのアクセスを停止したと
き、プログラムはそのデータベースに関連するすべての
変更済みデータ要素をＤＡＳＤに移動させる。データ・
セットまたはボリュームのバックアップを実行すべきと
き、プログラムはそのデータ・セットまたはボリューム
に関連するすべての変更済みデータ要素を移動させる。

【０２００】ＤＡＳＤとＳＥＳキャッシュの間でのデー
タ移動の管理のシナリオ：上記の機構は、システム・ソ
フトウェアによってＤＡＳＤとＳＥＳキャッシュの間で
のデータ移動の管理を実行する基礎を提供する。これら
のプリミティブ・サービスを使ってＳＥＳからのデータ
の書込みとキャストアウトの間の非ブロッキング逐次化
プロトコルを実施する技法について次に述べる。これら
のプリミティブ・サービスを使って、データ要素をＳＥ
Ｓ中にキャッシュするための非ブロッキング逐次化プロ
トコルを実施する技法は、米国特許出願第８６０８０５
号に記載されている。この２つのプロトコルに加えて、
上記のプリミティブ・サービスは、結合システム環境の
全体的性能が最適になるような形でＳＥＳからＤＡＳＤ
に移動される１組の修正済みデータ要素を決定するため
の基礎を提供する。

【０２０１】キャストアウトのための非ブロッキング逐
次化（serialization）：以下の使用法のシナリオで
は、記憶階層中で参照されるデータ要素がページである
と仮定する。その場合、共用キャッシュ（図１の１１
１）中にキャッシュされるページは、ソフトウェアで割
り当てられる名前によって識別される。したがって、共
用キャッシュ中でのどんな読取りまたは書込み要求も、
要求の対象であるページの名前を指定することが必要で
ある。このプロトコルを正しく実行するには、データ要
素がページである必要はない。

【０２０２】共用キャッシュ中にデータをキャッシュす
るための非ブロッキング逐次化プロトコルを、図２０な
いし２６を使って例示する。図２０では、図１１に記述
した読取り及び登録（ＲＡＲ）コマンドを用いてページ
を読み取る。図２１は、図１２及び図１３に記述した書
込み及び登録（ＷＡＲ）コマンドの使用法を示す図であ
る。図１４に記述した登録済み時書込み（ＷＷＲ）コマ
ンドの、共用キャッシュからデータをキャストアウトす
るための非ブロッキング逐次化に関する使用法を図２２
に示す。図２３は、図９に記述したキャストアウト用読
取りコマンドの使用法を示す図である。図１０に記述し
たキャストアウト・ロック解除コマンドの使用法を図２
４に示す。図２５は、ＳＥＳキャッシュの再利用機能を
表すプロセスである。図２６には、このプロトコルの流
れを示す。

【０２０３】図２０、２１、２２において、ローカル・
キャッシュ・レジスタ中の有効ビットの集合体（図４の
４０１Ａ、４０１Ｂ、４０１Ｃ）をシステム有効ビット
・ベクトル（ＳＶＢＶ）と称する。この例では、ＳＶＢ
Ｖは、キャッシュに付加されたシステム１つ当り１ビッ
トからなると考えることができる。 システム有効ビット キャッシュに付加された１シス
テム当りビット。 ベクトル（ＳＶＢＶ） １の場合、識別されたシステム
・メモリ中にキャッシュされているページは有効であ
る。０の場合、システムのメモリ中にキャッシュされて
いるページは有効でない。

【０２０４】ローカル・キャッシュ・レジスタ中の有効
ビットの集合体をシステム有効ビット・ベクトルとして
記述することは、下記のプロトコルを記述する上での概
念の単純化にすぎない。好ましい実施例では、システム
有効ビット・ベクトル中の個々のビット・エントリが、
ローカル・キャッシュ・レジスタの有効ビット・フィー
ルドと１対１で対応する。

【０２０５】図２０ないし２４及び２６では、ローカル
・キャッシュ識別子（ＬＣＩＤ）を、システム識別子
（ＳＩ）と呼んでいる。ＳＩの機能はＬＣＩＤの機能と
同じである。下記のプロトコルでは、ＳＩはローカル・
キャッシュ制御中に記憶され、現在ディレクトリ中にあ
るあらゆるエントリ及び結合コマンドの処理の結果その
後に作成されるあらゆる項目のＳＶＢＶ中に１フィール
ドが設けられる。

【０２０６】下記のプロトコル記述では、ＣＯＮＮＥＣ
Ｔ（接続）コマンドの機能は、ローカル・キャッシュ付
加コマンドによって満たされる。ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ
（ページ読取り）コマンドの機能は、図１１に示す読取
り及び登録コマンド（ＲＡＲ）によって満たされる。Ｗ
ＲＩＴＥ ＰＡＧＥ（ページ書込み）コマンドは、図１
２及び図１３に示す書込み及び登録コマンド（ＷＡＲ）
によって満たされる。ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩ
ＴＥ（条件付き書込み）コマンドの機能は、図１４に示
す登録時書込み（ＷＷＲ）コマンドによって満たされ
る。

【０２０７】これらのコマンドは、あるシステムがある
ページの更新バージョンをキャッシュしようと試みてい
る間に、別のシステムがそのページをキャストアウトし
ている可能性を前提として、そのページのデータ保全性
を維持しながら、図１の多重システム・データ共用複合
体中のページをキャストアウトするための非ブロッキン
グ逐次化をサポートする。本発明の実施に際して、所与
のデータ要素（たとえばページ）を対象とするコマンド
が、メモリ（図１の１０１）中の管理論理機構（図１の
１１０）によって同じページに関する他のコマンドと逐
次化される。

【０２０８】このプロトコルでは、図１のメモリ・シス
テム１０１は、下記のコマンドをサポートする。

【０２０９】図１の多重システム・データ共用複合体中
のデータベース・システムの例のような、ＮＶ記憶装置
１０１に接続されたソフトウェア・システムによって実
行されるＣＯＮＮＥＣＴコマンド。このＣＯＮＮＥＣＴ
コマンドに応答して、管理論理機構１１０は、接続シス
テムの識別をローカル・キャッシュ制御１０５中に入
れ、ディレクトリ１０２中に現在あるあらゆる項目及び
その後に作成されるあらゆる項目のＳＶビット・ベクト
ル中にその接続システム用のフィールドを設ける。

【０２１０】ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ（Ｓ，Ｐ，Ｂｕｆｆｅ
ｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）コマンド。ただし、Ｓはコマンド
を発行するシステムを識別し、Ｐは要求されたページを
識別し、Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓは、システムの
バッファ中の、ページを配布すべきアドレスを示す。

【０２１１】ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ（Ｓ，Ｐ，ＣＢ＝
１，Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）コマンド。このコ
マンドは、「無条件」ＷＲＩＴＥとも称する。ＷＲＩＴ
Ｅ ＰＡＧＥコマンドが発行されるとき、このコマンド
と共に入力されたパラメータは、識別されるページ用の
Ｃフィールドに対応するＣパラメータを含む。書き込ま
れるページの更新済みであるという性質は、変更ビット
を１にセットすることによって示される。

【０２１２】ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ
（Ｓ，Ｐ，ＣＢ＝０，Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）
コマンド。ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマン
ドは、条件付き書込みを行うコンピュータ・システム
が、２次記憶域から獲得したページをＮＶ記憶装置に
「キャストアウト」するまたは入れるのに使用される。
Ｃ＝０は、そのページが未修正であることを示す。

【０２１３】ＲＥＡＤ ＦＯＲ ＣＡＳＴＯＵＴ（Ｓ，
Ｐ，Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）コマンド。このコ
マンドは、ページＰに関するキャストアウト処理を開始
する。ページＰをキャストアウトするため、システムＳ
中のＤＢＭＳは管理論理機構に、ＮＶ記憶装置からのＰ
をシステムＳ中のバッファ・アドレスに送るよう要求す
る。次いでシステムはそのページをディスクに書き込
む。ディスク入出力の後、ＤＢＭＳはＵＮＬＯＣＫ−Ｃ
ＡＳＴＯＵＴ ＩＤ（キャストアウトＩＤロック解除）
コマンドを発行する。

【０２１４】ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ ＩＤ
（Ｓ，Ｐ）コマンド。このコマンドは、ページＰが２次
記憶域に首尾良く書き込まれた（キャストアウトされ
た）ことをＮＶ記憶装置に告げる。

【０２１５】ページ読取り：図２０に、ＲＥＡＤ ＰＡ
ＧＥコマンドに応答して行われる管理論理機構の処理の
動作流れを示す。最初、管理論理機構１１０はＷＡＩＴ
（待機）状態２００１にあり、そこから、ＵＮＣＯＮＤ
ＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ、ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ
ＷＲＩＴＥ、またはＲＥＡＤ ＰＡＧＥの少なくとも
３つのプロセスのうちのどれに出ることもできる。図２
０では、上記の形のＲＥＡＤコマンドを受け取ったと仮
定する。これは、ＲＥＡＤプロセス・ステップ２００２
で示されている。ＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを提供す
る際、それを発行するコンピュータ・システムは、それ
自体（ＳＩ、すなわちｉ番目のシステム）、要求された
ページ（Ｐ）、及び読み取ったページを配布すべきコン
ピュータ・システム中のバッファ・アドレスを識別す
る。管理論理機構１１０が行う読取りプロセスには、次
の３つのケースが可能である。

【０２１６】識別されたページＰに関するエントリがデ
ィレクトリ１０２中に存在し、そのページのＤビットが
１にセットされていて、要求されたページが共用キャッ
シュ１０３中にあることを示す場合、第１のケースが発
生する。この２つの条件は、それぞれ判断２００３及び
２００４でテストされる。どちらの判断でも、イエスで
あったとすると、読取りプロセスは、ステップ２００５
でそのエントリのＳＶビット・ベクトル中の識別された
ｉ番目のコンピューティング・システム（ＳＩ）に対応
するビットをセットし、ステップ２００６でそのデータ
・ページを指定されたバッファ・アドレスに戻し、ステ
ップ２００７でキャッシュ・ヒット指示を戻す。

【０２１７】このケースの意味する所は、既に共用キャ
ッシュ１０３中にあるページに関して読取り要求が発行
されるときはいつでも、そのページは無条件でキャッシ
ュ・ヒット指示と共に要求側に戻されるということであ
る。要求側に関するＳビットは、システムによって処理
されるページＰのコピーが最新のものであることを示す
ため、第１状態（１）に条件付けされる。

【０２１８】第２のケースでは、ディレクトリ１０２中
にページＰに関するエントリが存在するが、そのページ
はまだ共用キャッシュ１０３中に入れられていないと仮
定する。この場合、ページ読取りステップ２００２に続
いて、判断２００３でイエスの経路をとり、判断２００
４でノーの経路をとる。このとき、要求側システムに関
するＳビットが第１状態に（すなわち"１"に）条件付け
られ、キャッシュ・ミスが発行される。この場合、以前
のＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを管理論理機構１１０が
受け取り、その結果ディレクトリ・エントリが作成され
るが、そのページはまだＤＡＳＤから取り出して共用キ
ャッシュに入れられてはいない。

【０２１９】最後のケースでは、ページＰに関するディ
レクトリ・エントリが存在せず、管理論理機構１１０
は、判断２００３でノーの経路をとり、ステップ２０１
０、２０１１、２０１２を順に実行する。この点に関連
して、ステップ２０１０で、管理論理機構は（使用可能
な記憶域があると仮定して）ページＰに関するディレク
トリ・エントリを作成し、作成されたエントリに関する
ＳＶビット・ベクトル全体を最初に第２状態（好ましく
は"０"）に条件付ける。次いでＤビットが０にセットさ
れ、ＣＢが０にセットされ、要求側システムに関するＳ
ビットが第１状態に条件付けられる。最後に、ステップ
２００９でキャッシュ・ミスが発行され、論理機構は待
機状態に入る。

【０２２０】この最後のケースでは、システムＳＩはペ
ージＰに関する最初のＲＥＡＤ要求を格納しており、そ
のページが共用キャッシュ１０３に入れられる前は、後
続のどのＲＥＡＤ要求も、手順ステップ２００２、２０
０３、２００４、２００８、２００９に従うことにな
る。要求されたページがＤＡＳＤから共用キャッシュ１
０３に移動された後は、ＲＥＡＤ要求はステップ２００
２、２００３、２００４、２００５、２００６、２００
７に従うことになる。

【０２２１】ページ書込み：更新済みページを共用キャ
ッシュ１０３に書き込むために管理論理機構が使用する
プロセスを図２１に示す。ページがＲＥＡＤ ＰＡＧＥ
コマンドによって共用キャッシュ１０３から検索された
後に更新されることがある。また、ページがＤＡＳＤか
ら獲得された後、共用キャッシュ１０３に入れられる前
に変更されることがある。システムＳＩがページＰを獲
得し、そのページを更新し、今そのページを共用キャッ
シュ１０３に書き込まなければならないと仮定する。シ
ステムＳＩは、更新済みのページＰを書き込むために、
ＣＢ＝１のＷＲＩＴＥコマンドを発行する。このＷＲＩ
ＴＥコマンドに応答して管理論理機構が行う処理を図２
１に示す。

【０２２２】図２１において、次の３つのケースがあ
る。第１は、ディレクトリ１０２中にページＰに関する
エントリが存在し、Ｄ＝１である（そのページが共用キ
ャッシュ１０３中にある）。第２は、そのページＰに関
するエントリは存在するが、そのページはまだどんな形
ででも共用キャッシュ１０３に入れられていない。第３
は、ディレクトリ中にページＰに関するどんなエントリ
も存在しない。

【０２２３】第１のケースでは、管理論理機構１１０
（図２１）が行う書込みプロセスが、シーケンス２１０
２、２１０３、２１０４を通過し、次いでステップ２１
０５、２１０６、２１０７、２１０８を実行する。ステ
ップ２１０５で、ページＰに関するディレクトリ・エン
トリ中のＣＢフィールドが１にセットされる。次にステ
ップ２１０６で、ページＰの既存のバージョンが、ＷＲ
ＩＴＥコマンドと共に供給されるバッファ・アドレスに
あるデータで重ね書きされる。次いで、そのページのデ
ータ・エントリに関するＳＶビット・ベクトル中のすべ
てのＳビットが、そのＷＲＩＴＥコマンドを発行するシ
ステムに関するＳビットを除き、０にセットされる。ス
テップ２１０７から出ると、管理論理機構はステップ２
１０８で要求側システムにコマンド受諾標識を戻し、次
いで待機状態２１０１に入る。

【０２２４】ぺージＰに関するディレクトリ・エントリ
があるが、そのページが共用キャッシュ中にはない第２
のケースでは、管理論理機構のプロセス１１０は待機状
態２１０１からステップ２１０２と２１０３を通過し、
判断２１０４でノーの経路をとり、ステップ２１０９、
２１１０、２１１１、２１０７、２１０８を実行する。
ステップ２１０９で、要求されたページに関するディレ
クトリ・エントリ中の変更ビットが１にセットされる。
ステップ２１１０で、共用キャッシュ１０３中にページ
Ｐに関する空間が割り振られ、システムＳＩのバッファ
・アドレスから割り振られた空間にデータが移動され、
そのページのキャッシュ・アドレスがそのページのディ
レクトリ・エントリのページ・アドレス・フィールドに
置かれる。次にステップ２１１１で、ページＰのディレ
クトリ・エントリ中でデータ・ビットが１にセットさ
れ、ステップ２１０７が実行され、それに続いて、管理
論理機構はコマンド受諾標識を戻し、待機状態２１０１
に入る。

【０２２５】ページＰに関するディレクトリ・エントリ
がない最後のケースでは、判断２１０３でノーの経路を
とり、ステップ２１１２ないし２１１６及び２１０８が
実行され、続いて管理論理機構は待機状態２１０１に入
る。ステップ２１１２で、ページＰに関するディレクト
リ・エントリが作成され、ステップ２１１３でそのペー
ジのエントリに関する空間が共用キャッシュ中で割り振
られる。ステップ２１１４及び２１１５で、ディレクト
リ・エントリ中の関連する諸ビットが条件付けられる。
ステップ２１１３で、そのページのＳＶビット・ベクト
ル中のすべてのビットが０に初期設定され、Ｄビットが
１にセットされる。次にステップ２１１５で、要求側シ
ステムに関するＳビット（ビットＳＩ）が１に条件付け
られ、変更ビットも１にセットされて、そのページが変
更されており、そのページのアドレスがそのエントリ中
に置かれていることを示す。ステップ２１１６で、ペー
ジＰに関するディレクトリ・エントリがディレクトリに
入れられ、そのページがキャッシュ中の割り振られた位
置に置かれる。次に管理論理機構は受諾標識を戻し、待
機状態に入る。

【０２２６】図２１の書込みプロセスは、その要求が決
して拒絶されない点で無条件のものである。さらに、ど
のＷＲＩＴＥケースが実行されても、影響を受けるペー
ジに関する変更ビットがセットされ、書込み側コンピュ
ータ・システムに関するビットを除き、影響を受けるペ
ージに関するＳＶビット・ベクトルのすべてのビットが
ゼロにされる。ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥに
関する下記の説明からわかるように、ＷＲＩＴＥの間に
非書込み側コンピュータ・システムに関するＳビットが
ゼロにされると、ダウン・レベル・ページが共用キャッ
シュに入らないようになる。

【０２２７】条件付き書込み：次に管理論理機構１１０
中で実施されるＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ処
理を理解するために図２２を参照する。この処理では、
システムＳＩがＮＶ記憶装置からキャッシュ・ミスを受
け取っており、次いで２次記憶域からあるページを獲得
したが、それを変更してはいず、それを共用キャッシュ
１０３中にキャッシュする準備をしている所であると仮
定する。管理論理機構１１０に送られるパラメータ・セ
ット中で、システムＳＩは変更ビットを０にセットし
て、コンピュータ・システムが所有するページがそのペ
ージの２次記憶域バージョンと同等であることを示す。
システムＳＩは、ＣＢ＝０のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ
ＷＲＩＴＥコマンドを発行する。この場合も３つのケー
スがある。

【０２２８】第１のケースでは、そのページに関するデ
ィレクトリ・エントリとそのページ自体とがキャッシュ
中に存在する。ページＰに対応するエントリがあるかど
うかディレクトリ１０２を検査する。そのページがディ
レクトリ中にあると仮定して、ステップ２２０３からイ
エスの経路をとり、ステップ２２０４でその項目のデー
タ・ビットを検査して、そのページがキャッシュ中にあ
るかどうか判定する。判断２２０４でイエスの経路をと
るとすると、そのページがキャッシュ中にあることにな
る。この時点で、システムＳＩに関するＳビットをペー
ジ・エントリのＳＶビット・ベクトル中で検査して、別
のシステムがそのページを変更したかどうか判定する。
ビットＳＩが１にセットされている場合、そのページに
対する変更は行われず、判断２２０５でイエスの経路を
とる。ここで管理論理機構１１０は、そのページがキャ
ッシュ中にあり、ＳＩによって提出されるページがキャ
ッシュ中のページと同等であり、そのページの重ね書き
が必要とされていないと判断する。したがって、管理論
理機構１１０は、ステップ２２０６でＣＯＮＤＩＴＩＯ
ＮＡＬ ＷＲＩＴＥの受諾を示す適当なコードを戻す。
ただし、システムＳＩのメモリから共用キャッシュ１０
３に転送されるデータはないことに留意されたい。次い
で管理論理機構は待機状態に入る。判断２２０５でノー
の経路をとる場合、ステップ２２１１でコマンドが拒絶
され、管理論理機構は待機状態に入る。

【０２２９】第２のケースでは、ページＰに関するディ
レクトリ・エントリが存在し、ステップ２２０３でイエ
スの経路をとる。ただし、ステップ２２０４で、管理論
理機構１１０は、そのページがキャッシュ中にないと判
定し、判断２２０４でノーの経路をとり、次に判断２２
０７に進むものと仮定する。判断２２０７で、ページＰ
に関するＳＶビット・ベクトルのＳＩビットを検査す
る。そのビットが１にセットされている場合、システム
ＳＩは有効ページを所有する。この時点で、判断２２０
７でイエスの経路をとる。共用キャッシュ中で空間が割
り当てられ、ページ・データが、システムＳＩのバッフ
ァ・アドレスから割り振られた空間に移動される。ステ
ップ２２０９で、Ｄビットが１にセットされ、ＣＢビッ
トが０にセットされる。ステップ２２１０で、ディレク
トリ・エントリ中でページ・アドレスがセットされ、そ
のエントリがディレクトリ中に置かれる。最後に、管理
論理機構はシステムＳＩにＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ Ｗ
ＲＩＴＥの受諾標識を戻し、待機状態に入る。

【０２３０】このケースで、判断２２０７の結果がノー
であると仮定する。このとき、システムＳＩは有効ペー
ジを所有しておらず、ステップ２２１１で条件付き書込
み処理が終了し、管理論理機構１１０はＣＯＮＤＩＴＩ
ＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドの拒絶をシステムＳＩに
戻し、次いで待機状態２２０１に入る。

【０２３１】最後に、管理論理機構が、受け取ったＣＯ
ＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドに応答して、
ディレクトリ１０２中にページＰに関するエントリが作
成されていないと判定した場合、判断２２０３でノーの
経路をとり、コマンド処理を終了し、ステップ２２１１
でこのコマンドが拒絶され、次いで管理論理機構は待機
状態２２０１に入る。

【０２３２】これらのコマンドを使用する場合、ＳＶビ
ット・ベクトル及び変更ビット・フィールドが共用キャ
ッシュ１０３へのページのキャストインを有効に逐次化
し、ページがキャストインされて変更された後、２次記
憶域から獲得されたページの後のダウン・レベル・バー
ジョンが、共用キャッシュ中のページの更新済みバージ
ョンを重ね書きしないように保証することは明白であ
る。この保証は、２次記憶域から得られたページを共用
キャッシュ中に移動させるための非ブロッキング逐次化
プロトコルによって進められている。このプロトコルが
うまく働くのは、ディレクトリ・エントリまたはデータ
がないためにコマンドがキャッシュ・ミスとなる場合で
も、ＮＶ記憶装置が、最初に発行されたＲＥＡＤ ＰＡ
ＧＥコマンドで（ＳＶビット・ベクトル中の）そのペー
ジのキャッシュ動作の追跡を開始するからである。別の
システムによる無条件ＷＲＩＴＥコマンドは、ページＰ
に関する変更ビットをセットし、ページのＳＶビット・
ベクトル中の書込み側システム以外のすべてのシステム
のＳビットをリセットする。後続のＣＯＮＤＩＴＩＯＮ
ＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドの処理は、ａ）ＳＶビット・
ベクトル中のシステムのＳビットを書き込むこと、また
はｂ）そのページに関するディレクトリ・エントリが存
在しないことに基づいて行われる。ＮＶ記憶装置は、ど
ちらの場合もＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマ
ンドを拒絶する。

【０２３３】更新済みページがキャッシュ１０３中に書
き込まれた後、そのページのキャストアウトされるバー
ジョンが、共用キャッシュ中のそのページのより新しい
バージョンの削除を引き起こさないようにするにはどう
すべきかという問題が残っている。本発明は、あるペー
ジの以前のバージョンが２次記憶域にキャストアウトさ
れていないときに、図１の多重システム・データ共用複
合体中でのキャストアウト動作が共用キャッシュ２１０
３からあるページの更新済みバージョンを削除しないこ
とを保証するプロトコル中で、ＲＥＡＤ ＦＯＲ ＣＡ
ＳＴＯＵＴ（キャストアウト用読取り）コマンド及びＵ
ＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣＫ（キャストアウ
ト・ロック解除）コマンドを利用する。この保証は、キ
ャストアウトの発生中にそのページが更新される可能性
を前にしても有効である。

【０２３４】キャストアウト用読取り：ＲＥＡＤ ＦＯ
Ｒ ＣＡＳＴＯＵＴコマンド中でのコマンド処理を図２
３に示す。最初に、管理論理機構１１０は待機状態２３
０１にあり、ページＰに関するシステムＳＩからのＲＥ
ＡＤ ＦＯＲ ＣＡＳＴＯＵＴコマンドの受取りに応答
してそこから遷移する。コマンドの受取りに応答して、
管理論理機構は、ページＰに関するディレクトリ・エン
トリのＣＯフィールドを検査する。ＣＯフィールドが空
（値０で示されることが好ましい）の場合、管理論理機
構は判断２３０３でイエスの経路をとり、ステップ２３
０４でページＰに関するディレクトリ・エントリ中のＣ
Ｂフィールドを０にセットし、ステップ２３０５で、要
求側システムの識別をそのエントリのＣＯフィールドに
入れる。次にステップ２３０６で管理論理機構は、共用
キャッシュ１０３中にあるページＰのコピーをコマンド
・パラメータ・セット中で指定されたバッファ・アドレ
スに戻し、２３０１で待機状態に入る。この時点で、シ
ステムＳＩ中のＤＢＭＳは、そのバッファ中にあるペー
ジＰのそのバージョンを２次記憶域に書き込むプロセス
を開始する。

【０２３５】判断２３０３でノーの経路をとると、別の
システムがキャストアウト動作を行っている可能性があ
り、その場合ＣＯフィールドの他は非０となり、判断２
３０３でノーの経路をとることになる。ＣＯフィールド
が非０である場合、システムがキャストアウト動作を行
っており、管理論理機構１１０はステップ２３０７でそ
のコマンドを拒絶し、待機状態２３０１に戻る。

【０２３６】キャストアウト・ロック解除：図２４は、
ＵＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣＫコマンドに関
する管理論理機構の処理を示す。最初、管理論理機構１
１０は待機状態２４０１にある。ステップ２４０２でＵ
ＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣＫコマンド（ＵＮ
ＬＯＣＫ ＣＯ）を受け取ると、管理論理機構はページ
ＰのＣＯフィールド中のエントリを、そのコマンドを発
行するシステムの識別であるＳＩと比較する。それらの
値が等しいと、要求側システムが、ＲＥＡＤ ＦＯＲ
ＣＡＳＴＯＵＴコマンドによってキャストアウト・プロ
セスを開始したシステムであることを示す。それらの値
が等しい場合、判断２４０３でイエスの経路をとり、ス
テップ２４０４でＣＯフィールドが０にセットされ、管
理論理機構は待機状態２４０１に入る。ＣＯ値とシステ
ムＩＤ値が等しくなくてソフトウェア・エラーの可能性
があると認めたときは、判断２４０３でノーの経路をと
って、ステップ２４０５でコマンドが拒絶され、再度待
機状態２４０１に入る。

【０２３７】ページ削除：図２５は、図２３及び２４に
示したコマンドを使ってキャストアウトされたページを
削除するための処理を示す。相対的に言うと、「削除」
は、あるディレクトリ・エントリの除去及びディレクト
リが指すキャッシュ空間の専用化を意味する。本発明者
等は、管理論理機構１１０の内部にある適当な任意のＤ
ＥＬＥＴＥプロセスを使用して、ページＰを保持するキ
ャッシュ空間を専用化し、それに関連するディレクトリ
・エントリをディレクトリから除去することを企図して
いる。必然的に、削除プロセスは、ＲＥＡＤ ＦＯＲ
ＣＡＳＴＯＵＴ／ＵＮＬＯＣＫＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣ
Ｋシーケンスの完了に依存することになり、それに続い
てキャストアウト・ページＰが削除されることになる。
図２５は、キャストアウト・プロセスが、そのプロセス
の間にＷＲＩＴＥコマンドによって更新されたページを
どのようにして削除されないようにするかを示す。図２
５では、削除が必ずキャストアウトの直後に行われると
は仮定していない。

【０２３８】図２５において、ディレクトリ・エントリ
を作成すべきであるが使用可能な自由エントリがないと
きに、共用キャッシュ１０３からページＰを削除するた
めに、管理論理装置１１０の内部でＤＥＬＥＴＥプロセ
スが呼び出される。これがステップ２５０２である。削
除処理は、まずページＰに関するディレクトリ・エント
リのＣＢフィールドを検査し、次いでそのエントリのＣ
Ｏフィールドを検査する。これが判断２５０３及び２５
０４である。判断２５０３では、変更ビットが１にセッ
トされている場合、ページＰの共用キャッシュ中のバー
ジョンと２次記憶域中のそのバージョンが一致しないと
の指摘が引き出される。この場合、共用キャッシュ・バ
ージョンを２次記憶域に書き込むためのキャストアウト
処理を開始しなければならない。この場合、判断２５０
３でノーの経路をとる。判断２５０４で、ＲＥＡＤ Ｆ
ＯＲ ＣＡＳＴＯＵＴコマンドの実行によってキャスト
アウト・プロセスが開始したが、後続のＵＮＬＯＣＫ
ＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣＫの実行によってそのプロセス
が完了してはいない可能性がある。この場合、ＣＯフィ
ールドは非０であり、判断２５０４でノーの経路をとる
ことによって削除プロセスが終了することになる。判断
２５０３及び２５０４からのノーの経路はステップ２５
０５で合流し、そこではエントリが削除されないことに
なる。判断２５０３及び２５０４でそれぞれイエスの経
路をとると、共用キャッシュ・バージョンと２次記憶域
バージョンの一致、及びキャストアウト・プロセスの完
了という条件が満たされ、ステップ２５０６でページＰ
に関するディレクトリ・エントリがディレクトリ１０２
から削除されることになる。この時点で、適当なキャッ
シュ管理方針を呼び出して、ページＰに割り振られたキ
ャッシュ空間をスチールすることができるはずである。

【０２３９】非ブロッキング・キャストアウト・プロセ
スの流れ：図２６に、ＲＥＡＤ ＦＯＲ ＣＡＳＴＯＵ
Ｔ（ＲＦＣ）コマンドとＵＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵＴ
ＬＯＣＫ（ＵＮＬＯＣＫ）コマンドを使用するキャス
トアウト・プロセスの動作を示す。ページＰの共用キャ
ッシュのバージョンと２次記憶域のバージョンの一致の
保証は、この動作中でＲＦＣコマンドとＵＮＬＯＣＫコ
マンドの間で実行されるＷＲＩＴＥコマンドによって示
される。この動作を、ページＰに関するディレクトリ・
エントリの表現に関して例示する。この表現では、その
エントリのページ識別Ｐ、変更ビットＣＢ、及びＣＯフ
ィールドのみを示す。ページＰに関するディレクトリ・
エントリは、参照番号２６０１で示す。さらに、時間は
ＴＩＭＥのマークを付けた矢印に沿って垂直方向に展開
する。

【０２４０】図２６では、システムＳ１が、ＲＥＡＤ
ＦＯＲ ＣＡＳＴＯＵＴコマンド２６０２を発行するこ
とによってキャストアウト・プロセスを開始すると仮定
する。これによって、図２３に示したＲＦＣプロセスが
開始する。コマンドの処理に際して、ＮＶ記憶装置管理
論理機構は変更ビットを０にセットし、システム１の識
別（Ｓ１）をページＰのディレクトリ・エントリのＣＯ
フィールドに入れる。管理論理機構は共用キャッシュか
らのページＰのコピーをシステムＳ１のバッファに戻
す。次いでシステムＳ１は２６０５で、ページＰのコピ
ーを２次記憶域に入れるためのＷＲＩＴＥ ＴＯ ＤＩ
ＳＫ Ｉ／Ｏプロセスを開始する。その間に、ＲＦＣプ
ロセス完了後、ＷＲＩＴＥ ＴＯ ＤＩＳＫプロセスの
完了前に、システムＳ２がＷＲＩＴＥコマンド２６０６
を実行する。システムＳ２は、ページＰのディレクトリ
・エントリのＣＢ値が１であることを示し、図２１に従
って管理論理機構が行うＷＲＩＴＥプロセス２６０７の
間に、エントリ２６０１のＣＢフィールドがこの値に変
更される。この時点で、２次記憶域に書き込まれつつあ
るページＰの更新済みバージョンが共用キャッシュ中に
存在し、そのバージョンとシステムＳ１によってキャス
トアウトされるバージョンとの不一致が生じる。

【０２４１】ＷＲＩＴＥコマンド２６０６の実行の少し
後に、システムＳ１でのＷＲＩＴＥＴＯ ＤＩＳＫ２６
０５が完了する（２６０８）。このとき、システムＳ１
はＵＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵＴ ＬＯＣＫコマンド２
６０９を発行して、２６１０で管理論理機構による対応
する処理を開始する。処理２６１０の間に、管理論理機
構はディレクトリ・エントリ２６０１のＣＯフィールド
をゼロにし、それによって、別のキャストアウト・プロ
セスのためにページＰがロック解除される。ここで指摘
しておくべき重要な点は、ＵＮＬＯＣＫ ＣＡＳＴＯＵ
Ｔ ＬＯＣＫコマンドがディレクトリ・エントリ２６０
１中のＣＢフィールドをリセットさせないことである。
これによって、図２５に示すように管理論理機構１１０
がページＰを削除することがなくなる。Ｐのより新しい
バージョンは、後でＳ１またはＳ２によって開始される
キャストアウト・プロセスによってキャストアウトされ
ることになる。したがって、ステップ２６１１で管理論
理機構がページＰの削除を試みる場合、ページＰの削除
が防止され、別のページが削除すべく考慮される。

【図面の簡単な説明】

【図１】複数のＣＰＣと１つのＳＥＳ装置を含むシスプ
レックス・システムを示す図である。

【図２】従来技術で見られるような単一ＣＰＣ（中央プ
ロセッサ複合体）を示す図である。

【図３】ＳＥＳディレクトリ中のあるエントリの好まし
い形を示す図である。

【図４】ＳＥＳローカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣ
Ｒ）中のある項目の好ましい形を示す図である。

【図５】キャストアウト・クラス読取りコマンドを表す
流れ図である。

【図６】キャストアウト・クラス情報読取りコマンドを
表す流れ図である。

【図７】ディレクトリ読取りコマンドを表す流れ図であ
る。

【図８】ディレクトリ・エントリ情報ブロック（ＤＥＩ
Ｂ）のフォーマットを示す図である。

【図９】キャストアウト用読取りコマンドを表す流れ図
である。

【図１０】キャストアウト・ロック解除コマンドを表す
流れ図である。

【図１１】読取り及び登録コマンドを表す流れ図であ
る。

【図１２】ＳＥＳ変更制御が未変更レコード状態を示す
ときの読取り及び登録コマンドを表す流れ図である。

【図１３】ＳＥＳ変更制御が変更済みレコード状態を示
すときの書込み及び登録コマンドを表す流れ図である。

【図１４】登録済み時書込みコマンドを表す流れ図であ
る。

【図１５】データ・ベース・マネージャのバッファ・マ
ネージャ、及びＳＥＳキャッシュの関連する使用の流れ
の概要を示す図である。

【図１６】読取り動作のバッファ・マネージャ処理の流
れ図である。

【図１７】書込み動作のバッファ・マネージャ処理の流
れ図である。

【図１８】バッファ・マネージャのＳＥＳキャッシュ域
管理の流れ図である。

【図１９】バッファ・マネージャによるＳＥＳキャッシ
ュ・データのＤＡＳＤへの移動の流れ図である。

【図２０】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートする読取りコマンドの処理流れを示す流れ
図である。

【図２１】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートする無条件書込みコマンドの処理流れを示
す流れ図である。

【図２２】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートする条件付き書込みコマンドの処理流れを
示す流れ図である。

【図２３】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートするキャストアウト用読取りコマンドの処
理流れを示す流れ図である。

【図２４】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートするキャストアウト・ロック解除コマンド
の処理流れを示す流れ図である。

【図２５】非ブロッキング・キャストアウト・プロトコ
ルをサポートする記憶域再利用プロセスの処理流れを示
す流れ図である。

【図２６】共用キャッシュ中にデータをキャッシュする
ための非ブロッキング・キャストアウト・プロトコルの
方法を示す流れ図である。

【符号の説明】

１０１ ＳＥＳキャッシュ（高速不揮発性メモリ） １０２ ディレクトリ １０３ 共用キャッシュ １０４ ローカル・キャッシュ・レジスタ １０５ ローカル・キャッシュ制御 １０６ 高速リンク １０７ ローカル・キャッシュ・バッファ １０９ 直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ） １１０ 管理論理機構 １１１ 共用キャッシュ

フロントページの続き (72)発明者 ジェフリー・アラン・フライ アメリカ合衆国12524、ニューヨーク州 フィッシュキル、グリーンヒル・ドライ ブ 24エイ (72)発明者 チャンドラセーカラン・モーハン アメリカ合衆国95120、カリフォルニア 州サンノゼ、ポーツウッド・ドライブ 727 (72)発明者 インデルパル・シング・ナラング アメリカ合衆国95070、カリフォルニア 州サラトガ、セラ・オークス・コート 13778 (72)発明者 ジェフリー・マーク・ニック アメリカ合衆国12524、ニューヨーク州 フィッシュキル、プリマス・ロード 43 (72)発明者 ジミー・ポール・ストリックランド アメリカ合衆国95070、カリフォルニア 州サラトガ、オールコット・ウェイ 18929 (72)発明者 マイケル・ダスティン・スワンソン アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州 ポーキープシー、コレッジ・アベニュー 95 (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 12/08 G06F 12/08 310 G06F 12/12

Claims (9)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】中央処理装置複合体（ＣＰＣ）における共
   用記憶域から入出力装置へのデータ転送を制御する方法
   であって、 複数の中央処理装置複合体（ＣＰＣ）と前記複数のＣＰ
   Ｃで共用される共用記憶域を有する共用電子記憶（ＳＥ
   Ｓ）キャッシュと前記ＣＰＣに接続された直接アクセス
   記憶装置（ＤＡＳＤ）とを含むようにシスプレックスを
   構成し、前記シスプレックス中にデータ項目を記憶する
   ために直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を制御するス
   テップと、 前記ＳＥＳキャッシュのディレクトリ・エントリによっ
   て示されるデータ項目を変更した場合に、前記ＳＥＳキ
   ャッシュのディレクトリ・エントリについてのキャスト
   アウト・クラスと前記変更済みデータ項目とを関連付
   け、前記キャストアウト・クラスによって選択した複数
   のデータ項目を１回の入出力命令でＤＡＳＤに転送でき
   るようにするステップと、 を含むデータ転送制御方法。
2. 【請求項２】中央処理装置複合体（ＣＰＣ）における共
   用記憶域から入出力装置へのデータ転送を制御する方法
   であって、 複数の中央処理装置複合体（ＣＰＣ）と前記複数のＣＰ
   Ｃで共用される共用記憶域を有する共用電子記憶（ＳＥ
   Ｓ）キャッシュと前記ＣＰＣに接続された直接アクセス
   記憶装置（ＤＡＳＤ）とを含むようにシスプレックスを
   構成し、前記シスプレックス中にデータ項目を記憶する
   ために直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を制御するス
   テップと、 前記ＳＥＳキャッシュのディレクトリ・エントリによっ
   て示されるデータ項目を変更した場合に、前記ＳＥＳキ
   ャッシュのディレクトリ・エントリについてのキャスト
   アウト・クラスと前記変更済みデータ項目とを関連付
   け、前記キャストアウト・クラスによって選択した複数
   のデータ項目を１回の入出力命令でＤＡＳＤに転送でき
   るようにするステップと、 前記ＳＥＳキャッシュ中に関連データ項目を最初に書込
   む時間を示すためのユーザ・データ・フィールドを、各
   ＳＥＳキャッシュのディレクトリ・エントリと関連付け
   るステップと、 関連付けられたデータ項目が前記ＤＡＳＤ中の同じデー
   タ項目のコピーと異なることを示すために、変更フラグ
   ・フィールドが前記ディレクトリ・エントリにセットさ
   れる時間を、前記ユーザ・データ・フィールドに書き込
   むステップと、 を含むデータ転送制御方法。
3. 【請求項３】メモリと、 ＲＥＡＤコマンドに応答して前記メモリからデータを獲
   得し、該メモリ中のデータ・ブロックに対応するデータ
   を生成し、該メモリからデータ・ブロックを削除する管
   理論理手段と、 データを記憶する前記メモリよりも低速の少なくとも１
   つの記憶機構と、 前記メモリ及び前記記憶機構に接続された複数の処理シ
   ステムと、 を備え、前記記憶機構に記憶されるデータの前記メモリ
   からの除去を逐次化するコンピュータ・システムであっ
   て、 前記管理論理手段で生成される前記メモリ中のデータ・
   ブロックの対応データが、変更ビット・フィールドとキ
   ャストアウト識別フィールドとを含み、 前記記憶機構に入れるデータ・ブロックを獲得するため
   に、第１の前記処理システムからＲＥＡＤコマンドが供
   給されると、該ＲＥＡＤコマンドに応答して、そのデー
   タ・ブロックの前記メモリ中のバージョンと記憶機構中
   のバージョンとの一致を示すように変更ビット・フィー
   ルドをセットするとともに、前記第１の処理システムを
   識別する値に前記対応データのキャストアウト識別フィ
   ールドをセットし、該キャストアウト識別フィールド中
   の値に応答して、前記メモリからのデータ・ブロックの
   削除を防止するコンピュータ・システム。
4. 【請求項４】前記データ・ブロックのメモリ中のバージ
   ョンを変更するために、第２の処理システムからＷＲＩ
   ＴＥコマンドが発行されると、該ＷＲＩＴＥコマンドに
   応答して、そのデータ・ブロックのメモリ中のバージョ
   ンと記憶機構中のバージョンの不一致を示すように変更
   ビット・フィールドを変更し、該変更ビット・フィール
   ド中で示された不一致に応答して、そのデータ・ブロッ
   クのメモリからの削除を防止する請求項３に記載のコン
   ピュータ・システム。
5. 【請求項５】請求項４に記載のシステムにおけるデータ
   転送制御方法であって、第１の処理システムがデータ・
   ブロックを前記記憶機構に入れるとき、前記キャストア
   ウト識別フィールドからの値を削除するステップと、 （ａ）メモリからのデータ・ブロックの削除を防止した
   後に、そのデータ・ブロックのメモリ中での更新済みバ
   ージョンを獲得するために、処理システムからＲＥＡＤ
   コマンドを供給するステップと、 （ｂ）ステップ（ａ）のＲＥＡＤコマンドに応答して、
   そのデータ・ブロックのメモリ中のバージョンと記憶機
   構中のバージョンとの不一致を示すために変更ビット・
   フィールドをセットし、該データ・ブロックの対応デー
   タのキャストアウト識別フィールドを前記処理システム
   を識別する値にセットするステップと、 （ｃ）前記処理システムにおいて、そのデータ・ブロッ
   クの更新済みバージョンを記憶機構に書き込むステップ
   と、 （ｄ）ステップ（ｃ）のデータ・ブロックの更新済みバ
   ージョンの記憶機構への書込みに応答して、当該処理シ
   ステムを識別する値をキャストアウト識別フィールドか
   ら削除するステップと、 （ｅ）変更ビット・フィールドが、前記データ・ブロッ
   クのメモリ中のバージョンと記憶機構中のバージョンと
   の一致を示す場合には、該データ・ブロックをメモリか
   ら削除し、そうでない場合には、当該データ・ブロック
   がメモリから削除されるまで、ステップ（ａ）〜（ｅ）
   を実行するステップとを含む、データ転送制御方法。
6. 【請求項６】キャッシュと、 前記キャッシュ中のデータ・ブロックへのアクセスを制
   御し、該キャッシュからデータ・ブロックを削除するた
   めの管理手段と、 前記キャッシュより低速の記憶機構と、 前記記憶機構及び前記キャッシュに接続された複数の処
   理システムとを含む多重コンピュータ・データ共用シス
   テムにおいて、前記キャッシュからのデータの除去を制
   御する方法であって、 第１の前記処理システムにおいて、前記記憶機構に入れ
   るべきデータ・ブロックをキャッシュから読み取るステ
   ップと、 前記第１の処理システムが前記データ・ブロックを記憶
   機構に入れている間に、第２の前記処理システムによっ
   て前記キャッシュ中で該データ・ブロックが変更される
   場合には、該キャッシュからの該データ・ブロックの削
   除を防止し、変更がない場合には、該キャッシュから該
   データ・ブロックを削除するステップとを含むデータ除
   去制御方法。
7. 【請求項７】キャッシュと、 前記キャッシュ中のデータ・ブロックへのアクセスを制
   御し、該キャッシュからデータ・ブロックを削除するた
   めの管理手段と、 前記キャッシュより低速の記憶機構と、 前記記憶機構及びキャッシュに接続された複数の処理シ
   ステムとを含む多重コンピュータ・データ共用システム
   において、前記キャッシュからのデータの除去を制御す
   る方法であって、 前記記憶機構に入力すべきデータ・ブロックを持つ処理
   システムの識別（ＩＤ）を有するキャストアウト・ロッ
   ク・フィールドを含む、前記キャッシュ中の該データ・
   ブロックの対応データを作成するステップと、 （ａ）前記キャストアウト・ロック・フィールドが、あ
   る処理システムの識別を含む場合に、該処理システムの
   持つデータ・ブロックの削除を防止するステップと、 （ｂ）該データ・ブロックのキャッシュ中のバージョン
   がそのデータ・ブロックの記憶機構中のバージョンと一
   致しない場合に、該キャッシュからのそのデータ・ブロ
   ックの除去を防止するステップと、 （ｃ）キャッシュから該データ・ブロックを削除するス
   テップとを含むデータ除去制御方法。
8. 【請求項８】そのデータ・ブロックが削除されるまで、
   ステップ（ａ）、（ｂ）、（ｃ）を順に繰り返す、請求
   項７に記載の方法。
9. 【請求項９】メモリと、 ＲＥＡＤコマンドに応答してメモリからデータを獲得
   し、該メモリ中のデータ・ブロックの対応データを有す
   るディレクトリを維持する管理論理手段と、 データを記憶する前記メモリより低速の記憶機構と、 前記メモリ及び記憶機構に接続された複数の処理システ
   ムとの組合せ構成において、 前記メモリから記憶機構へのデータ・ブロックの移動を
   逐次化するためのＲＥＡＤプロセスを含むデータ転送制
   御方法であって、 前記メモリにおいて、該メモリ中のデータ・ブロックが
   記憶機構中の該データ・ブロックのバージョンと一致す
   るかどうかを示す変更フィールドと、該記憶機構に入力
   すべきデータ・ブロックを持つ処理システムを識別する
   ための識別（ＩＤ）フィールドとを含む、該メモリ中の
   データ・ブロックの対応データを作成するステップと、 前記記憶機構に前記メモリからデータ・ブロックを入力
   するための要求を第１の前記処理システムから発行する
   ステップと、 その要求に応答して、該データ・ブロックのメモリ中の
   バージョンと記憶機構中のバージョンとの一致を示すよ
   うに変更フィールドをセットし、第１の処理システムの
   識別（ＩＤ）を識別フィールドに入れるステップと前記
   第１の処理システムにおいて、該データ・ブロックを記
   憶機構に入力するステップと、 該データ・ブロックを記憶機構に入れた後に、第１の処
   理システムの識別（ＩＤ）を識別フィールドから除去す
   るステップと、 変更フィールドが、メモリ中のデータ・ブロックと記憶
   機構中のデータ・ブロックとの不一致を示す場合に、該
   メモリからのそのデータ・ブロックの除去を防止し、そ
   うでない場合に、そのデータ・ブロックを該メモリから
   削除するステップとを含むデータ転送制御方法。