JPH0412846B2

JPH0412846B2 -

Info

Publication number: JPH0412846B2
Application number: JP59243553A
Authority: JP
Inventors: Uiriamu Begurin Toomasu; Reido Bitsuteihofuaa Jeen; Erumaa Kamionka Haauei; Uein Pensu Jerii
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1984-01-12
Filing date: 1984-11-20
Publication date: 1992-03-05
Also published as: DE3587398T2; US4771375A; EP0150705B1; EP0150705A2; EP0150705A3; DE3587398D1; JPS60147855A; US4638424A

Description

【発明の詳細な説明】

〔産業上の利用分野〕この発明は、デイジタルコンピユータにおい
て、データ処理環境におけるデータ記憶空間の記
憶管理装置に関するものである。〔従来技術〕一般に、データ処理装置においては、複数のホ
ストプロセツサが、そのホストプロセツサの動作
に関連して使用されるデータを記憶するための、
比較的多数の周辺データ記憶装置を備えているの
がふつうである。そして、各ホストプロセツサ
は、おのおのの周辺データ記憶装置内のデータ記
憶空間の一部を、ホストプロセツサ内部でのさま
ざまなコンピユータ処理に割り振るプログラムを
実行する。このコンピユータ処理は、周辺データ
記憶装置の“ユーザー（使用者）”であるとよく
言われる。また、そのような割り振りプログラム
は、データ記憶空間の割り振り解除及び再割り振
り機能をもつとともに、一連の割りあてと割り振
り解除によつてデータ記憶空間に記憶されたデー
タの断片化解消をも行う。このデータの断片化
は、大部分が比較的小領域の多数の不使用の記憶
空間を残すようにデータが記憶されるときに生じ
る。そして、データの断片化が生じた結果、利用
可能なデータ記憶空間が減少してデータを新たに
記憶することが困難になることから、データ記憶
空間に対して実記憶ロケーシヨンを割りあてるた
めのホストプロセツサの能力が低下する。それゆ
え、データの断片化は使用可能な記憶空間の範囲
を縮小することにより周辺データ記憶空間の効率
を下げるとともに、記憶されたデータへのアクセ
ス時間を増大させるという欠点をもたらすのであ
る。一般的に、一旦データ記憶空間がユーザー
や、ユーザーの組に割り振られると、例えば、仮
想記憶アクセス方法等のアクセス方法により、デ
ータを記憶または検索するためにデータを割り振
られた領域が選択される。さて、磁気テープレコーダやデイスクレコーダ
等のデータ記憶装置上に配置可能とした、きわめ
て多数のアドレス可能なデータ記憶容量を備える
ことによりデータ処理環境が増大してくると、デ
ータ記憶空間を利用したり、アクセスしたりする
ことがきわめて複雑になる。その結果、周辺デー
タ記憶空間の利用度を高めたり、周辺データ記憶
空間を自動的に管理するために、さまざまなプロ
グラムが考え出されてきた。そのようなプログラ
ムの目標とするところは、データ記憶装置の間で
データの記憶と、データの検索とをバランスさせ
ることにある。すなわち、そのバランスがはから
れると、仮想記憶アクセス法等のデータアクセス
方法がより有効に働くようになり、これにより高
性能のデータ処理環境が得られるのである。周辺装置の活動のバランスを保ちつつも、さま
ざまな装置においてデータ記憶空間の利用度を高
めるために、例えばInternational Business
Machines Corporationが供給する「補助記憶管
理プログラム」は、ページング及びスワツピング
環境において移送される１ページユニツト分のデ
ータをサービスするのに要する時間の記録をと
る。そして、その記録はホストプロセツサの主記
憶装置中のデータ記憶空間の各ページ毎に保持さ
れる。また、入出力監視プログラムを呼び出す直
前と、主記憶装置にデータを入力するときの両方
の時間が記録される。この両時間の値については
先ず差をとり、次にこの差の値をページ要求（デ
ータはページで処理される）サービスの回数で割
る。こうして、その複数のページ要求に対する１
回のページ要求サービスに要する時間がもとめら
れる。次に、この算出された遅延時間値は、前に
計算しておいた、処理されるページに対する値と
組み合わせて計算される。すなわち、サービス時
間をもとめるためのアルゴリズムは、古いサービ
ス時間の1/2と、新しく算出されたサービス時間
の1/4と、期待されるサービス時間の1/4とを加え
ることである。このようにして算出されたサービ
ス時間は、複数の時間間隔に対する１ページの要
求の経時的なサービス速度、及び次に来るべき時
間間隔のサービス速度の期待値をあらわす。これ
らの算出値を用いることによつて、ある周辺デー
タ記憶装置が低速であるか現在ほとんどの記憶領
域を使用中であると分かれば、その周辺データ記
憶装置にはデータ記憶装置にはデータ記憶要求が
ほとんど出されることはない。逆に、高速応答性
のデバイスには、ページアクセスの遅延時間に基
づきロードのバランスを達成させるために、より
多くのページ要求が出されることになる。ページング及びスワツピング環境では、典型的
には比較的小数の周辺データ記憶装置が使用され
る。従つて、補助記憶管理技術により、アクセス
時間とデータ記憶要求の適正な管理が行なわれ
る。しかしながら、きわめて多数の周辺データ記
憶装置により、きわめて多数のホストプロセツサ
にデータが供給されるような場合には、上記し
た、ロードバランス及びアクセス管理の方法で
は、最適あるいは所望の結果が得られないであろ
う。従つて、ページング及びスワツピングのみな
らず他のデータ記憶機能をもつような大規模な周
辺データ記憶環境では、上記のものとは別なタイ
プのデータ管理技術を用いる必要がある。さて、スワツプ記憶管理については、1978年２
月発行のIBM Technical Bulletin、Volume
20、No.９ 3651〜3657ページに記載されている。
この技術は、周辺デイスクデータ記憶装置とホス
トプロセツサの主記憶装置の間のタスクの流れを
制御するためのものである。しかし、ここに記載
されている記憶管理方法は、多くのデータ処理環
境で見かけるようなきわめてさまざまのデータ記
憶装置を備えたシステムには適用できない。すな
わち、この論文に記載されている記憶管理方法
は、複雑なデータ処理環境のすべてに汎く適用す
る訳にはゆかない。他の技術としては、さまざまの周辺データ記憶
装置で利用可能な完全に自由な記憶空間に基づき
データ記憶スペースを割り振るようにしたものが
ある。そのような技術はデータの割り振りを有効
化するものであるけれども、データのプロモーシ
ヨン（呼び戻し）や断片化等の問題に関与しな
い。従つて、データのデモーシヨン（マイグレー
シヨン）のみならず、きわめて多数の多様な周辺
データ記憶装置をもつ複数のホストプロセツサに
好適なデータのプロモーシヨン（リコール）及び
データの断片化にも対応するようなデータ記憶管
理方法を採用することが望ましい。尚、マイグレ
ーシヨン（移送）という用語は高速にアクセス可
能な周辺データ記憶装置からアクセスが低速な周
辺データ記憶装置にデータを移送することを意味
し、一方リコール（呼び戻し）という用語はそれ
とは逆に低速アクセスの周辺データ記憶装置から
高速アクセスの周辺データ記憶装置にデータを移
送することを意味する。さて、近年、多重ホストプロセツサによる周辺
データ記憶装置管理の分野で、マイグレーシヨ
ン、リコール、バツクアツプ及びデータ回復の技
術につきいくつかの進歩がもたらされている。例
えば、International Business Machines
Corporationによつて提供された“階層的記憶管
理”と呼ばれるプログラムは、１つまたは複数の
ホストプロセツサにおいて同時に、きわめて多数
の異なるさまざまの周辺データ記憶装置に対して
いわゆる“グローバルな”管理を行うことのでき
るものである。このプログラムは、さまざまの直
接アクセス記憶装置や、IBM3850という大容量
記憶システムや、磁気テープ記録装置におけるデ
ータ記録空間の管理を行う。さらにこのプログラ
ムは、上述したデータ記憶装置の論理階層内でデ
ータセツトを管理するために、データ空間の管
理、バツクアツプ、及びデータ回復機能を備えて
おり、すべてのホストプロセツサ上で連続的にタ
スクを走らせる。この階層的記憶管理（以下HSMと記す）のも
とでは、周辺データ記憶空間のさまざまな論理レ
ベルが与えられる。先ず、第１記憶空間と呼ばれ
る一組のデータ記憶装置があり、この記憶空間で
はホストプロセツサで実行されるさまざまのアプ
リケーシヨンプログラムが必要なデータにアクセ
スする。HSMプログラムは、低レベルのデータ
記憶空間に対して自動的にデータのマイグレーシ
ヨン（デモーシヨン）を行うことによつて第１記
憶空間の使用状態を最適化するとともに、ホスト
プロセツサの必要とするデータを、マイグレーシ
ヨンデータ記憶空間から第１記憶空間へ自動的に
データを移すはたらきをもつ。さらに、使用済の
データセツトは除去または後退させられる。この
とき、HSMがさまざまなデータ記憶装置に関連
してどのように、データのマイグレーシヨン、リ
コール、バツクアツプ、回復及び削除を行うのか
ということは、種々のパラメータ及び属性によつ
て決定される。また、HSMにおいては、さまざまな周辺デー
タ記憶装置の管理を直列化し、それとともにさま
ざまな周辺データ記憶装置に関してホストプロセ
ツサの動作を対応づけするために、ホストプロセ
ツサにはいくつかの中央データセツトが使用され
る。 HSMはまた、オペレータの操作卓から命令を
受け取り、その命令は外部から要求された機能を
実行するためにHSMによつて翻訳される。HSM
は一般的にオペレータの介入とは独立に作動す
る。つまり、マイグレーシヨン及びリコールを含
むHSMの多くの機能は内部的に実行される。そ
して、もしアプリケーシヨンプログラムが第１記
憶空間からデータセツトを要求し、そのデータセ
ツトがHSMによつて他のデータ記憶装置にマイ
グレート（移送）されているならば、HSMはマ
イグレートされているデータセツトへの要求を一
たん遮つて、そのデータセツトが収められている
マイグレーシヨン記憶ボリユームから第１記憶ボ
リユームへ要求されたデータセツトをリコール
（プロモート）する。そうすれば、リコール機能
により多少の時間的遅延が生じるけれども、アプ
リケーシヨンプログラムは走行を継続することが
できる。ところで、オペレータのコマンドの一つに
“ADDVOL”がある。このコマンドによりオペ
レータはHSMにより管理されるべきデータのボ
リユームを結合したり、管理されるボリユームの
特性を変更する等のことが可能となる。HSMを
実行中のホストプロセツサは、このHSMにより
論理データ記憶階層空間を実現するためにデータ
記憶ボリユームのリストを維持することができ
る。すなわち、論理データ記憶階層空間では、第
１データ記憶ボリユームが階層の上層レベルある
いはデータアクセスレベルであり、一方マイグレ
ーシヨン記憶ボリユームが論理データ記憶階層空
間のさまざまな下層レベルまたは内部レベルを形
成する。しかしながら、HSMのすべての相互機能及び
自動機能をもつてしても、その周辺データ記憶空
間に対する管理機能は十分でなく、より完璧な管
理機能と、より高い記憶空間使用の効率と、より
短いアクセス時間とを実現するような管理システ
ムが要望されている。さて、歴史的には、テープデータ記憶ボリユー
ム（テープリール）は単一のユーザー、すなわち
実際的には単一のデータセツトにその用途を限定
されていた。ところが、そのようなテープデータ
記憶ボリユームを複数のホストプロセツサ間で共
用することを可能にすることにより、利用度を高
めることが要望されるようになつた。従つて、さ
まざまなデータ記憶ボリユームを１つのデータ処
理環境中で共有することを促すような自動的な手
段を提供することが望ましいと言える。尚、ここで“データ記憶ボリユーム”とはアド
レス可能な記憶ユニツトのことであり、単一のテ
ープリールや、単一のデイスケツトまたは着脱可
能なデータ記憶デイスクのセツトや、単一のスピ
ンドルデイスクをさすことが多いが、単に論理的
に定義されたデータ記憶空間をさすこともある。
例えば、論理データ記憶ボリユームは100Mバイ
トの容量のデータ記憶空間であつてもよく、ある
いは10⁶Mバイト、すなわち1000Gバイト等のも
のでもよい。きわめてさまざまな周辺データ記憶装置をボリ
ユム共有の条件のもとで管理することにより、確
率論上からも推察されるように、さまざまのホス
トプロセツサの処理及び実行されるタスクによる
アクセスの競合が比較的多数発生してくる。従つ
て、データ記憶空間を有効に利用し、アクセス要
求を最適に管理するような簡易なアクセス競合解
除機構と、単数または複数の独立に作動するホス
トプロセツサによるさまざまな周辺データ記憶ボ
リユームのアクセス競合の解除を調整するための
比較的単純な機構とを設けることが要望されるの
である。〔発明が解決しようとする問題点〕この発明の目的は、さまざまな周辺データ記憶
ボリユームと、そのボリユームとの間でデータの
受取を行うホストプロセツサとを備えた装置にお
いて、データアクセスの競合を解除するための簡
易な機構を提供することにある。〔発明を解決するための手段〕この発明は、デジタルコンピユータによつて自
動的にアクセス可能なデータ記憶空間を自動的に
管理するためのシステムに関するものである。
尚、そのように自動的にアクセスするためには、
そのアクセスに先立つて、手動により装備され、
機械命令によつて置換可能なデータ記憶媒体が要
求されることがある。この発明によれば、データ記憶空間は次のもの
によつて自動的に管理される：先ず、第１データ
記憶ボリユームから第２（マイグレーシヨン）デ
ータ記憶ボリユームへのデータマイグレーシヨン
（デモーシヨン）、次に第２データ記憶ボリユーム
からのデータリコール（プロモーシヨン）、さら
にデータ記憶ボリユームの記憶空間の断片化（リ
サイクリングと呼ばれる）の解消である。ここ
で、第１データ記憶ボリユームとは、通常データ
プロセツサまたはホストプロセツサによつてアク
セスを受けるようなボリユームである。すなわ
ち、データプロセツサまたはホストプロセツサ
は、第１データ記憶ボリユームまたは第２データ
記憶ボリユームのうちどちらかに記憶されている
データを要求するプログラムの命令を実行する際
に第１記憶ボリユームにアクセスするのである。
尚、データ記憶ボリユームの利用度を高めるため
に多重ユーザーによるデータ記憶ボリユームの使
用が簡易化されている。そのようなデータ記憶ボ
リユームの共用は、本発明においてデータリコー
ル、データマイグレーシヨン及びデータの断片化
解消（デフラグメンテーシヨン）の間に生じるデ
ータ転送動作に対して優先順位をつけたことによ
つて促進される。第１の用途のデータ記憶ボリユ
ームへのあるデータの転送はその転送の途中で、
データを受けとるボリユームを無関係のデータ転
送に使用するために他のデータ記憶ボリユームに
切換えられる。例えば、第１データ記憶ボリユー
ムへのデータのマイグレーシヨンは、その記憶ボ
リユームが、データプロモーシヨン（リコール）
に関連するデータ信号を供給するために必要とさ
れるときは何時でも他の記憶ボリユームへ切換え
られる。そして、たとえば現在断片化しているデ
ータの転送がデータのプロモーシヨンやデモーシ
ヨンによつて割り込みすることが不可能であると
しても、そのようなデータの断片化はデータプロ
モーシヨンやデータデモーシヨンの間は開始され
ることがない。また、データプロモーシヨン、デ
ータデモーシヨン及び断片化解消（デフラグメン
テーシヨン）という３つの機能の間での優先順位
の制御により、ホストプロセツサの動作の維持と
ともにデータ記憶空間の利用度の向上がはかられ
る。この発明は、とくに、書き込んだデータを消去
可能なデータ記憶媒体に有用である。そのような
データ記憶媒体としてはデータ記録装置に装填可
能な磁気テープ、磁気デイスク、及び光デイスク
などがある。尚、光デイスクには一回だけ書き込
み可能なものと、再書き込み可能なものとがある
が、この発明はそのどちらに対しても適用するこ
とができる。また、この発明は固定記憶媒体を備
えた装置にも、固定記憶媒体とデータを消去可能
な記憶体の組みあわせからなる記憶装置にも適用
可能である。さらに、ランダムアクセス可能なデ
ータ記憶ユニツトやキヤツシユ（cache）データ
記憶ユニツトにも適用可能である。尚、データ記
憶媒体からなるアドレス可能なユニツトを“ボリ
ユーム”と称する。この発明は、多重ホストのデータ処理環境で使
用可能である。すなわち、多重ホスト環境のもと
では、データ記憶ボリユーム処理プログラムの諸
命令が同時に且つ互いに独立して単数または複数
のホストプロセツサ上で実行される。また、実行
される管理機能に対応づけを行うためと、本発明
の実施によつて採用される優先順位及び動的論理
再構成とを実行するために、共通のデータセツト
はホストプロセツサによつて共有される。〔実施例〕この実施例は、さまざまタイプでさまざまな能
力をもつ比較的多数の周辺データ記憶装置を備え
た、多重ホストプロセツサによるデータ処理環境
中で実施されるものとして説明する。しかしなが
ら、単一のホストプロセツサと比較的小数の周辺
データ記憶装置を備えたデータ処理環境にも、以
下に示す実施例を参考にすれば、本発明を容易に
適用できることは理解されて然るべきであろう。さて、第１図を参照すると、本実施例の多重ホ
スト環境では、２個のホストプロセツサ１０，１
１が配置されている。尚、ホストプロセツサの個
数は３個以上の任意の個数でもよいが、この実施
例では便宜上、ホストプロセツサが２個であるも
のとして説明を進める。この各ホストプロセツサ
は演算部と、主記憶部と、周辺機器のインターフ
エースあるいは入出力チヤネル部とを有する通常
タイプのものであり、また単一プロセツサと多重
プロセツサのどちらでもよい。これらのホストプ
ロセツサはさまざまなオペレーテイングシステム
を使用しているが、このオペレーテイングシステ
ムについては本発明と特に関連がないので説明を
省略する。また、各ホストプロセツサが備えているプログ
ラムのうち、この発明に関連あるものは枠取りし
て「MCR」「MCD」などと記号で示してある。
これらのプログラムについては後に詳細に説明す
る。ホストプロセツサ１０，１１は入出力用線１
３を介して、共通の直接アクセス記憶装置
（direct−access storage device：DASD）１２
に接続されている。この共通DASD１２はデイス
クタイプの高性能データ記憶装置からなる。共通
DASD１２にはデータ記憶管理プログラムの実行
の際にホストプロセツサ１０，１１の動作を対応
づけるのに好適な制御データ構造が記憶されてい
る。これらのデータ構造についても後述しよう。
また、L0DASDとあらわされた第1DASDボリユ
ームの組１４はホストプロセツサ１０，１１によ
つて直接アクセスされるデータの組を記憶し、ホ
ストプロセツサ１０，１１が発生した記憶すべき
データを受け取るためのものである。 L0DASD１４は、高性能かつ高速アクセス可
能な複数のDASD（直接アクセス記憶装置）から
なる。さらに、このデータ処理環境においては、
L0DASD１４よりも低性能のL1DASD１５も備
えられている。そして、L0DASD１４中に記憶
されたデータセツトがホストプロセツサ１０，１
１によつてアクセスされることなく所定の時間が
たつと、アクセスされることのないそれらのデー
タセツトはデータ記憶管理プログラムによつて自
動的にL0DASD１４からL1DASD１５へ移送さ
れる。これは、頻繁にアクセスされるデータセツ
トのみをL0DASD１４中にとどめておいて、ホ
ストプロセツサ１０，１１のアクセスを容易なら
しめるためである。L0DASD１４とL1DASD１
５とはデータ記憶管理プログラムによつてつくり
出される論理データ記憶階層の第１の２つのレベ
ルをそれぞれ代表するものである。ホストプロセツサ１０，１１には、さらに入出
力用線１３を介して大容量記憶システム（MSS）
１６が接続されている。MSS１６はまた
L2DASD１６ともあらわす。というのは、MSS
１６はL1DASD１５よりもさらに一層アクセス
されることの少ないデータセツトを記憶するため
のものだからである。また、テープ記憶装置の組
１７は、データ保存、L2レベルのデータ記憶、
バツクアツプ等の目的のために使用される。
MSS１６、共通DASD１２、L0DASD１４及び
L1DASD１５については記憶してあるすべての
データに自動的にアクセスすることができるが、
テープ記録装置１７についてはテープボリユーム
（リール）を装着するためにオペレータの介入が
必要である。このためホストプロセツサ１０，１
１には入出力用線１３を介して操作卓２０が接続
されている。この操作卓２０は周辺データ記憶装
置１２，１４，１５，１６，１７を利用すること
により、すべてのホストプロセツサ１０，１１上
で連続的に動作する記憶管理プログラムのタスク
を開始させるスタート機能を有する。さらに、操
作卓２０はホストプロセツサ１０，１１からテー
プ装着命令を受けとる。すなわちオペレータ（図
示しない）は、操作卓２０上でこのテープ装着命
令を読み取ると、好適なテープリール（データ記
憶ボリユーム）を持つてきて、そのテープリール
を指示されたテープ記憶装置１７に装着する。こ
のテープリールの着脱動作については第１図に符
号１８で示した。同様に、ホストプロセツサ１
０，１１は操作卓２０に対してテープリール取り
外しの指示を出すこともある。すると、オペレー
タ（図示しない）は操作卓２０に表示されたこの
取り外し命令に応答して装着されているテープリ
ールをテープ記憶装置１７から取り外し、所定の
テープ保管領域に戻すことになる。ホストプロセツサ１０，１１はさまざまなデー
タ記憶装置にアクセスすることができる。従つ
て、もしあるデータセツトが、現在ホストプロセ
ツサ１０によつてアクセスされるテープリール
（図示しない）上にあり、またホストプロセツサ
１１が、現在テープを装着されているテープ記録
装置に接続されていないにもかかわらず、そのテ
ープリール上に記録されているデータを必要とす
るならば、その第１のテープ記録装置１７からテ
ープリールを取り外すために、操作卓２０に取り
外しの指示が出される。次に、オペレータに対し
て、その取り外したテープリールをホストプロセ
ツサ１１がアクセス可能な第２のテープ記録装置
１７に装着するように指示が出される。データセ
ツトをさまざまな周辺データ記憶装置間で移送す
ることを可能とするために、すべてのホストプロ
セツサを併せれば比較的多数のデータセツトにア
クセスできるようにしてある。これは、どのホス
トプロセツサ１０，１１も記憶管理プログラムに
よつて制御される任意のデータセツトにアクセス
できるようにするためである。連続走行する記憶管理プログラムは、ホストプ
ロセツサ１０，１１中に在駐するすべての命令を
具備している。そこで次に各命令について説明す
る。 (A) ホストプロセツサ中の諸命令先ずプログラムモジユール「コントロール」
２５は記憶管理プログラムの制御部分をなす。
これらの制御部分中にはある種のタスクを指名
するための分配命令（dispatcher）が含まれて
いる。また、そのタスクとは、詳細については
後述するが、操作卓２０を介して要求された機
能を実行するためのものである。さらに、上記
制御部分中には多重ホスト環境で動作パラメー
タの分析に基づく連続走行タスクによつて自動
的に開始される機能も含まれている。記憶管理
プログラムにおいては、さまざまな指令やパラ
メータによつて引き起こされた機能が、いわゆ
る管理作業要素（management work
elements：MWE）２６を介してさまざまなタ
スクに伝達される。各MWE２６は実行される
べき機能の識別子と、さまざまなタスクがその
識別された機能を実行可能とするために十分な
パラメータと制御情報とを備えている。記憶管
理プログラムの重要な機能の１つとしてリコー
ルモジユール２７がある。尚、今後リコール機
能２７をRCTLとも略記する。リコールは内部
的にも外部的にも発生する。内部的なリコール
は現在L0DASD１４中に存在しないデータセ
ツトをアプリケーシヨンプログラム（図示しな
い）が要求したときに生じる。リコールモジユ
ール（RCTL）２７は、人的介入なくしてホス
トプロセツサが必要なデータセツトを
L0DASD１４に自動的に移送することを可能
とする。マイグレートモジユール２８は２つの
モジユールMDSN、MGENとから成り、
MDSNはL0DASD１４からL1MASD１５、
MSS１６、テープ記録装置１７などの他のマ
イグレーシヨンボリユームへデータセツトを移
送する。また、MGENは、データボリユーム
をMDSNと同様にL0DASD１４から他のマイ
グレーシヨンボリユームへ移送する。さらに、
ユーザー出口のうちの一つを、マイグレートモ
ジユール２８により識別されたデータセツトが
マイグレートされてしまうことを防止するため
に使用することができる。尚、このユーザー出
口とはデータセツトをL0DASD１４へ移送す
るための制御ピンまたはタツクである。そのよ
うな出口はまたマイグレーシヨンの開始あるい
は識別されたデータセツトに対してマイグレー
シヨンの優先順位を与えるために使用すること
もできる。データ処理環境内のパラメータデータが
L0DASD１４からのデータセツトあるいはボ
リユームのマイグレーシヨンを指示するとき
は、MGENモジユールが採用される。コマン
ド（CP）モジユールはコマンドプロセツサで
あり、操作卓２０から受け取つたコマンドを翻
訳して、記憶管理プログラムの他のモジユール
によつて実行するための管理作業要素
（MWE）２６を発生する。リサイクル
（RECY）モジユール３０は、ボリユームのう
ちの１つに記憶されたデータの断片化を解消す
るために周辺データ記憶装置の２つのボリユー
ムの間でデータの転送を行うためのものであ
る。例えば、単一のL2テープボリユームには、
きわめて断片化した状態でデータが記憶される
ことがある。そのとき、リサイクルモジユール
３０は、断片化解消のために、その断片化した
データを他のL2テープボリユームに移送する
ことができる。すなわち、一方のテープボリユ
ームの断片化したデータを、スクラツチまたは
新たなテープボリユームに移送することにより
すべてのデータが近接配置され、以つてデータ
の記憶の断片化が解消される。同様にして、
MSS１６もデータ記憶のボリユームを介して、
断片化を解消するためにリサイクルモジユール
を使用することができる。さて、この記憶管理プログラムの上述したモ
ジユールがとるデータ構造にはマイグレーシヨ
ン制御データセツト（MCDS）４０が含まれ
ている。MCDS４０は共通DASD１２内に記
憶されており、またMCDS４０の一部のデー
タセツトは、ホストプロセツサ内のモジユール
がアクセスできるように各ホストプロセツサ内
に複写され記憶されている。MCDS４０の一
部であるMCV３６にはマイグレーシヨンボリ
ユームの制御に関するレコードが収められてい
る。同様にしてMCDレコード３７はデータセ
ツトのマイグレーシヨン制御に使用可能なデー
タを記憶するエントリを持つている。MCRレ
コード３８は各ホストプロセツサ１０，１１等
と連結可能な複数のエントリを持つマイグレー
シヨン制御レコードである。さらに、ボリユー
ム装着テーブル（MVT）３５が各ホストプロ
セツサ中で使用されている。ボリユーム装着テ
ーブル３５は、どのテープが現在、ホストプロ
セツサ１０，１１、及びさまざまなDASD上に
配備された消去可能なDASDデータ記憶パツク
に接続されたテープ記録装置１７上に装着され
ているかを示すためのものである。MVT３５
はまた、MSS１６のどのボリユームが現在
MSSのデータ記録装置に装着されているかを
も示すことができる。テープ割り振りリスト
（TAL）３４は現在マイグレートタスク
MGEN及びMDSNによつて割り振りされてい
るテープボリユームを識別するためのものであ
る。これらの割り付けはこの説明においては
DDNAMEと称することにする。共通DASD１
２はデータを記憶していないテープボリユーム
をあらわすスクラツチリスト４２も記憶してい
る。テープボリユームリスト（TVT）４３は、
さらにデータ記憶でき、またテープボリユーム
のライブラリ中にあるすべてのテープボリユー
ムのリストである。マイグレーシヨン制御データセツト４０は、
第１図のデータ記憶環境で本発明を実施するた
めのキー要素である。そして第２図は本発明の
理解に必要なMCDSの部分をあらわすもので
ある。 (A‐1) マイグレーシヨン制御データ（MCD）尚、第２図は単一ホスト環境のもとで記述
してあるが、多重ホスト環境では、共通
DASD１２中にはさまざまなレコード中のき
わめて多数のエントリが使用され、かつ記憶
されていることが理解されなくてはならな
い。さて、MCDS４０にアクセスする際に
は、一つのMCD３７のレコードが先ずアク
セスされる。MCD３７のレコードはアドレ
ス可能な複数のレジスタセツト５０中に記憶
されているものとして示されている。各レジ
スタセツト５０は複数のバイトからなり、そ
のバイトの数は特定のレコードエントリに記
憶された情報によつて決定される。すなわ
ち、各レジスタセツト５０はまたそれぞれ
MCD３７のレコード中の１つのエントリを
表示する。それらのレコードエントリはホス
トプロセツサ１０，１１の主記憶装置に記憶
されているが、使用上の必要に応じてレコー
ドエントリは共通DASD１２中にも記憶され
る。各レコードエントリ（レジスタセツト）
５０はレコードエントリをMCD３７のレコ
ードの一部として識別するためのキー
（KEY）５１を備えている。DSNAME５２
は特定のレコードエントリによつて表示され
るデータセツトの識別を行うためのものであ
る。HID５３はホストプロセツサ１０，１
１のうちのどちらが現在、表示されたデータ
セツトにアクセスしているかを識別するため
のものである。MIG５４は、データセツト
が実際に第１データ記憶装置L0DASD１４
からマイグレートされたか否かを示すための
ものである。また、符号５５で示した省略箇
所はMCD３７のすべてのエントリをリンク
するための二重連結リストを含むレコードエ
ントリである。マイグレーシヨン制御データ
（MCD）３７の中でも、本発明にとつて重要
なのはフイールド５８，５９及び６０であ
る。というのは、これらのフイールドには、
表示されている、マイグレートされたデータ
セツトを記憶するマイグレーシヨンボリユー
ムのマイグレーシヨンのボリユーム直列番号
（VSN）が収められるからである。そのフイ
ールド中で、先ずMVSN（マイグレーシヨン
VSN）５８は、DSNAME５２によつて識
別されたデータセツトの第１の部分を少くと
も含む第１のボリユームのボリユーム直列番
号（VSN）を記憶する。本発明によれば、
データセツトは複数のデータ記憶ボリユーム
間で断片化されることがある。NMVSN５
９は、認識されたマイグレーシヨンボリユー
ム中のレコードエントリによつて表示された
データセツトの第２の部分を記憶するマイグ
レーシヨンボリユームの番号を表示する。
AMVSN（付加的マイグレーシヨンVSN）６
０は、識別されたデータセツトの付加的部分
を記憶するすべての付加的なVSNの識別子
を含んでいる。データセツト記憶の直列性は
フイールド５８，６０中のVSNの列によつ
て示されている。 (A‐2) マイグレーシヨン制御ボリユーム
（MCV） MCD３７のそれぞれのデータエントリ中
の各ボリユーム直列番号は、矢印６６，６７
で示すように、マイグレーシヨン制御ボリユ
ーム（MCV）３６のレコードエントリを識
別する。すなわち、各マイグレーシヨンボリ
ユームは、MCV３６中に別個のエントリを
備えている。そのような別個のエントリの集
まりは符号６５で示してある。共通DASD１
２あるいはホストプロセツサ１０，１１の主
記憶装置（図示しない）中に記憶されたこれ
らのエントリの各々は、レコードエントリを
MCV３６の一部として識別するためのキー
を備えている。VSN７１はレコードエント
リによつて示されるデータ記憶ボリユームの
ボリユーム直列番号を識別するためのもので
ある。省略部分７２は付加的なデータフイー
ルドであるが、本発明とは関連がないので説
明を省略する。またUSEビツト７３は識別
されたマイグレーシヨンデータ記憶が現在ホ
ストプロセツサ１０，１１のうちの一方によ
つて使用されているか否かを表示するための
ものである。HID７４は、現在どのホスト
プロセツサた識別されたデータ記憶ボリユー
ムを使用しているかを表示する。尚、第２図
で使用する限りにおいては、“ユーザー”と
いう用語は識別されたデータ記憶ボリユーム
を使用する記憶管理プログラムのさまざまな
タスクをさすものとする。例えばユーザー７
５〜８１のうち、ビツトDSM７５は、マイ
グレーシヨンタスクMDSNが現在、表示さ
れたデータ記憶ボリユームにアクセスし、あ
るいは表示されたデータ記憶ボリユームを使
用していることをあらわす。ビツトVOM７
６は、マイグレーシヨンモジユールMGEN
が現在、表示されたデータ記憶ボリユームに
アクセスしていることをあらわす。ビツト
RE７７はリコールタスクが現在識別された
データ記憶ボリユームにアクセスしているか
否かを表示する。また、SCYC７７は、リサ
イクルタスクがソースボリユーム（断片化し
たデータのソース）としての表示されたボリ
ユームにアクセスしているか否かを示す。
TCYC７８は、リサイクルタスクが表示され
たボリユームにターゲツトボリユーム（断片
化されていない状態でデータを受けとるスク
ラツチボリユーム）としての表示されたボリ
ユームにアクセスしているか否かを示す。
DELE８０は、リコールモジユールの一部と
しての削除モジユールが表示されたボリユー
ムにアクセスしているか否かを示す。SEL８
１は、表示されたボリユームがデータ転送動
作のアクセス用に選択されたか否かを示す。 (A‐3) マイグレーシヨン制御レコード（MCR）矢印８５により示されるように、MCR３
８のレコードエントリはMCV３６のHID７
４によつて指定を受ける。各ホストプロセツ
サはMCR３８内にレコードエントリ８６を
一個づつ備えている。MCR３８は共通
DASD１２中に記憶されている。そして共通
DASD１２内ではデータ処理環境内にある任
意のホストプロセツサが、他の任意のホスト
プロセツサのMCRエントリ（ホストプロセ
ツサ毎に１つづつ設けられている）にアクセ
ス可能である。この目的については後に明ら
かにしよう。さて、各MCRエントリ８６は
MCR３８の一部であることを示すキーを持
つている。MCRという文字はフイールド８
８に記入してある。HID８９はMCRエント
リによつてどのホストプロセツサが代表され
ているかをあらわす。省略部分９０はさまざ
まなエントリのリンク−リステイングを含む
付加的なフイールドをあらわすものだが、本
発明とは関連がないのでこれ以上の説明は行
なわない。また、REDSM９１はHID８９に
より指定されたホストプロセツサが現在、デ
ータ処理環境のどこかにありリコール機能に
よつて必要とされるボリユーム上で、そのマ
イグレーシヨンモジユール２８によつて実行
されるデータセツトマイグレーシヨン機能を
持つていることを示すものである。同様に
REVOM９２は、MGENによつて使用され
るマイグレーシヨンボリユームがデータ処理
環境のどこかでリコールモジユールによつて
必要とされていることを示すものである。
尚、REDSM９１とREVOM９２は、後述す
るように、データセツト移送の終了時点等の
好適な区切り点でリコールに必要なマイグレ
ーシヨンボリユームを解放するために、記憶
管理プログラムの実行を操る単一ビツトであ
つてもよい。この動作により、データ記憶ボ
リユームの動的論理再構成をもたらすことが
できる。さらに、フイールドDMVL９３は
データセツトマイグレートMDSNタスク２
８Ａ（第３図）のために現在選択されている
データ記憶ボリユームのボリユーム直列番号
を記憶する。フイールドVMVL９４は、ボ
リユームマイグレートタスク２８Ｂ（第３図）
のために現在選択されているデータ記憶ボリ
ユームのボリユーム直列番号を記憶する。フ
イールドYVOL９５はリサイクルタスク
RECY３０のために現在選択されているデー
タ記憶ボリユームのデータ直列番号を記憶す
る。フイールド９３，９４及び９５中の各ボ
リユーム直列番号は、それぞれMCV３６の
エントリを指定するのであるが、これについ
ては後述しよう。尚、この他にも識別された
データを記憶するためのテーブルが周知の技
術を用いて構成されているが、ここでは詳し
くは述べない。 (B) 記憶管理プログラムの構成図第３図は、この発明を実施するための記憶管
理プログラムの概要的な配置と動作の流れとを
示す図である。そこで、このフローチヤートを
作用的に説明してゆこう。先ず、同時に記憶管理プログラムを実行する
すべてのホストプロセツサ中のコントロールモ
ジユール２５の連続走行を開始するために、入
出力線１３を介して操作卓２０から各ホストプ
ロセツサ１０，１１にスタート信号１１０が供
給される。このとき、任意の適当な時に記憶管
理プログラムを呼び出すことができるように、
適当なマシン起動手続が行なわれることを理解
すべきである。双方向の矢印１１１は、操作卓
２０からコントロールモジユール２５に供給さ
れるコマンドを翻訳するために、コントロール
モジユール２５がCP２９を活動化させること
をあらわしている。そのようなコマンドは図示
しないが、遠隔処理ラインからも受けとるよう
にしてもよい。CP２９は受け取つたコマンド
を翻訳して適正なMWE２６を発生する。CP
２９はまた、命令された機能を実行するため
に、さまざまなタスクによつて走査すべき好適
な先入れ先出し（FIFO）待ち行列（矢印１１
４）中で、発生したMWE２６を待機させる。
同様に、コントロールモジユール２５は、付加
的なMWE２６を発生して、そのMWEを記憶
管理プログラムの作業待ち行列に加えるため
に、詳細しないが矢印１１３で示すさまざまな
モジユールを活動化させる。そして、図示して
あるすべてのタスクは、記憶管理領域で実行す
べき作業を検索する際にMWE２６の待ち行列
１１４を走査することになる。この発明を理解するために関連の深いタスク
は一点鎖線の囲み１００で集合的に示してあ
る。すなわち、この囲み１００に収められてい
るのは、リコールタスク２７と、マイグレート
タスク２８Ａ（MDSN）及び２８Ｂ（MGEN）
と、リサイクルタスク３０である。それらのタ
スクはライン１０２を介して、タスク指名役と
してのコントロールモジユール２５により開始
される。また、これ以外のタスクは符号１０１
で示す位置から下方に次々とつけ加えることが
できる。そして、囲み１００の中の各タスク
は、コントロールモジユール２５によつて起動
されたときは、実行すべき作業を識別するため
に待機中のMWE２６を走査する。そのような
作業には次のようなものがある：（）サブモ
ジユール１０３を起動させることによりマイグ
レーシヨンボリユームを選択すること、（）
リコールモジユールがテープボリユームを必要
とするかどうかをモジユールCKRNT１０４に
よつてチエツクすること、（）モジユール
RELMVによつてマイグレーシヨンボリユーム
を解放すること、など。MCDC４０は、３つ
のレコードMCV３６、MCD３７及びMCR３
８を含んでおり、すべてのタスクのみならず図
示した３つのサブタスクSELMV１０３、
CKRNT１０４、RELMV１０５によつてアク
セスされる。TAL（テープ割り振りリスト）３
４及び符号１０７により略記したその他のデー
タ構造もまたアクセスを受ける。同様にして、
符号１０６により略記したその他のサブタスク
を典型的な記憶管理プログラムに備えてもよ
い。 (C) 優先順位に関する説明さて、第３図に示すデータの流れにより、デ
ータ記憶ボリユームへのアクセス競合を解消す
るための一組の優先順位が生じる。その表を以
下に示そう：

【表】

〔発明の効果〕

以上のように、この発明によれば、データマイ
グレーシヨン、リコール、リサイクル等のさまざ
まなタスクを有する多重ホスト環境のもとで、そ
れらのタスクに優先順位をつけたことによつてデ
ータ記憶ボリユームへのアクセスの競合がきわめ
て有効に解除されデータ処理の能率が向上すると
いう効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の記憶管理装置を適用するた
めの多重ホスト環境における、ホストプロセツ
サ、周辺記憶装置等のハードウエアの配列を示す
概要ブロツク図、第２図は、第１図のホストプロ
セツサに対応しさまざまな周辺記憶装置を管理す
るための共通データセツトのキーレコードをあら
わす図、第３図は、第１図における単数または複
数のホストプロセツサ中で同時に実行される管理
プログラムのタスクのデータの流れを示す図、第
４図は、リコールタスクの概要フローチヤート、
第５図は、マイグレーシヨンタスクの概要フロー
チヤート、第６図は、サブモジユールCKRNTの
概要フローチヤート、第７図は、サブモジユール
SELMVの概要フローチヤート、第８図は、サブ
モジユールRELMVの概要フローチヤート、第９
図は、リサイクルタスクの概要フローチヤートで
ある。１４……第１データ記憶ボリユームとしての
L0DASD、１５，１６，１７……第２データ記
憶ボリユーム、１０，１１……プロセツサユニツ
トとしてのホストプロセツサ、２７……リコール
手段、２８……マイグレーシヨン手段、２５，２
６……スケジユール手段、３４，４３……ボリユ
ーム管理手段、３５〜３８……チエツク手段、ボ
リユーム選択手段、リコール制御手段、マイグレ
ーシヨン制御手段、３０……リサイクル手段。

Claims

【特許請求の範囲】１第１データ記憶ボリユームと、上記第１データ記憶ボリユームよりもアクセス
速度が低い複数の第２データ記憶ボリユームと、上記第１または第２データ記憶ボリユームにア
クセスしてデータの処理及び転送を行うためのプ
ロセツサユニツトとを有するデイジタルコンピユ
ータにおいて、上記プロセツサユニツトに指令して、上記第１
データ記憶ボリユームから上記第２データ記憶ボ
リユームへデータを転送するためのマイグレーシ
ヨン手段と、上記プロセツサユニツトに指令して、上記第２
データ記憶ボリユームから上記第１データ記憶ボ
リユームへデータを転送するためのリコール手段
と、上記第１及び第２データ記憶ボリユームの各々
につき上記プロセツサユニツトがアクセスしてい
るか否か、及びアクセスしているのは上記マイグ
レーシヨン手段と上記リコール手段のうちどちら
の指令に基づくものであるかのリストを作成し維
持するためのボリユーム管理手段と、予定のスケジユールに対応して上記マイグレー
シヨン手段または上記リコール手段を活動化させ
るためのスケジユール手段と、上記スケジユール手段による上記マイグレーシ
ヨン手段または上記リコール手段の活動化の後
に、現時点で上記マイグレーシヨン手段または上
記リコール手段によつて必要とされる第２データ
記憶ボリユームが上記プロセツサユニツトによつ
てアクセスされているか否かを判断するためのチ
エツク手段と、上記第２データ記憶ボリユームが上記マイグレ
ーシヨン手段以外の他の手段による指令に基づき
上記プロセツサユニツトによつてアクセスされて
いるときには、上記マイグレーシヨン手段をして
別の第２データ記憶ボリユームを選択させ、また
上記第２データ記憶ボリユームが上記リコール手
段以外の他の手段による指令に基づき上記プロセ
ツサユニツトによつてアクセスされているときに
は上記リコール手段をして待機させるためのボリ
ユーム選択手段と、上記リコール手段の待機に応答して所定のフラ
グをセツトするためのリコール制御手段と、上記フラグの状態を周期的にチエツクし、上記
マイグレーシヨン手段の指令に基づき上記プロセ
ツサユニツトによつて上記第２データ記憶ボリユ
ームにアクセスが行なわれているときに上記フラ
グがセツトされたことに応答して該第２データ記
憶ボリユームを解放し、上記第１データ記憶ボリ
ユームからの残りの部分のデータを記憶するため
の別の第２データ記憶ボリユームを選択するため
のマイグレーシヨン制御手段、とを具備する記憶管理装置。２上記第２データ記憶ボリユームは複数のテー
プ記録装置を含んでなる特許請求の範囲第１項に
記載の記憶管理装置。３上記第２データ記憶ボリユームの記憶データ
の断片化解消を行うべく一つの第２データ記憶ボ
リユームから別の第２データ記憶ボリユームにデ
ータを転送するためのリサイクル手段を含んでな
る特許請求の範囲第１項に記載の記憶管理装置。４上記プロセツサユニツトが複数個設けられ、
それらのプロセツサユニツトは上記第１及び第２
データ記憶ボリユームに対して互いに独立にアク
セス可能とした特許請求の範囲第１項に記載の記
憶管理装置。