JPH04228147A - 自動記憶ライブラリ - 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】 【０００１】 【産業上の利用分野】本発明は、その中のすべての周辺
記憶装置が占有されている自動記憶ライブラリ内で、マ
ウント要求に応じるための機械で実行される方法、なら
びにそのための自動記憶ライブラリおよびプログラム装
置に関する。さらに具体的には、この方法は、活動ボリ
ュームを一時的にデマウント（周辺記憶装置から外すこ
と）し、後で利用可能となる周辺記憶装置にその後、再
マウントすることを可能にする。 【０００２】 【従来の技術】最新のコンピュータは、１台または複数
の中央演算処理装置とメモリ機構とを含むホスト・プロ
セッサを必要としている。プロセッサは、供給される命
令に応じて、メモリ中のデータを処理する。したがって
、メモリはプロセッサが必要とするデータを記憶し、そ
のデータをコンピュータの全体的動作が可能な速度でプ
ロセッサに転送する能力を持たなければならない。した
がって、コンピュータ・システムの商業的成功にとって
、コンピュータ・メモリのコストと性能は決定的に重要
である。 【０００３】現在のコンピュータは大量のデータ記憶容
量を必要とするので、多くの形態のコンピュータ・メモ
リが使用可能である。高速であるが高価な形態のメモリ
は、主記憶装置であり、通常はマイクロチップから構成
される。利用可能な他の形態のメモリは、周辺記憶装置
と呼ばれるもので、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）
、磁気テープ装置、光記録装置などがある。これらの型
式のメモリは、実際にはその記憶媒体上にデータを記憶
する。これらの型式のメモリは、主記憶装置よりも記憶
密度は高く、コストは安いが、主記憶装置が提供する性
能を提供しない。たとえば、テープまたはディスクをド
ライブの読み書き機構の下で正しく位置決めするのに必
要な時間は、主記憶装置の純粋に電子的な高速のデータ
転送速度には及ばない。 【０００４】コンピュータ内のすべてのデータを単一の
型式のメモリ装置に記憶するのは効率が悪い。すべての
データを主記憶装置に記憶するとコストが高くなりすぎ
、すべてのデータを１つの周辺記憶装置に記憶すると性
能が低下する。従って、通常のコンピュータ・システム
は、主記憶装置と１つまたは複数の型式の周辺記憶装置
を両方含み、それらがデータ記憶階層として配列されて
いる。データ記憶階層の配列は、ユーザの性能とコスト
の要件に合わせて調整される。この記憶階層中では、主
記憶装置はしばしば１次データ記憶装置と呼ばれ、階層
のその次のレベルはしばしば２次データ記憶装置と呼ば
れ、以下同様である。一般に、階層中の最高のレベルは
、記憶密度が最低で、性能とコストが最高である。階層
中を下がるにつれて、記憶密度は一般に増し、性能は一
般に下がり、コストも一般に低下する。必要なとき階層
中の異なるレベル間でデータを転送することにより、メ
モリのコストが最低になり、性能が最高になる。すなわ
ち、あるデータをプロセッサが必要とすると予想される
間だけ、そのデータを主記憶装置に記憶する。この記憶
階層は多くの形態をとることができ、任意の数のデータ
記憶装置またはメモリ・レベルを含み、異なる２つのメ
モリ・レベル間で直接データを転送することができる。 データの転送には、当技術分野で周知の入出力チャネル
、制御装置、あるいはキャッシュ・メモリを使用する。 【０００５】技術図面、金融保険関係の書類、医療関係
の図表・レコードにはイメージが含まれることがある。 最近まで、イメージ・データをコスト効果の高い形でメ
モリに記憶することは不可能であった。イメージは多く
の形態をとることができ、したがってテキストほど容易
にかつコンパクトにコンピュータの２進値０と１にコー
ド化することができない。技術図面は通常、紙、マイク
ロフィルム、あるいはマイクロフィッシュに保管され、
ある図面へのアクセスが必要なとき、手で検索する必要
がある。Ｘ線その他医療用の診断イメージ、金融機関同
士の間での取引に使用される銀行小切手、保険レコード
、ＦＡＸ文書のイメージなどでも同じである。したがっ
て、コンピュータの発達にもかかわらず、世界のデータ
の大部分はなお紙に保管されていると推定される。こう
しイメージ・データを含む紙の文書をファイルし、保管
し、検索するコストは、うなぎ登りに増大している。 アクセスが必要なとき手で検索しなければならない文書
で一杯の部屋または倉庫を維持することは、もはや受け
入れできない。光スキャナは、現在ではイメージを周辺
記憶装置に記憶できる機械可読な形に変換することがで
きるが、イメージ・データ用の必要な記憶空間は、紙の
文書に必要な量よりはずっと少ないものの、なおかなり
大きい。大部分のビジネス適用業務には、多数のディス
クまたはテープが必要である。したがって、こうしたデ
ィスクまたはテープの記憶を管理するため、自動記憶ラ
イブラリが開発された。　　　　 【０００６】自動記憶ライブラリは、磁気テープ、磁気
ディスク、光ディスク等の取外し可能なデータ記憶媒体
を保持するための複数の記憶セルと、ロボット式ピッカ
機構と、１台または複数の周辺記憶装置とを含む。各デ
ータ記憶媒体は、ピッカが扱いやすいようにカセットま
たはカートリッジ・ハウジングに収納することができる
。このピッカは、コマンドに応じて、手の助けなしに記
憶セルと内部周辺記憶装置の間でデータ記憶媒体を移動
する。記憶媒体をマウントした内部周辺記憶装置は、「
占有された」と言う。データ記憶媒体を内部周辺記憶装
置にマウントした後は、システムが必要とする限り、そ
の媒体にデータを書き込み、その媒体からデータを読み
出すことができる。データは１つまたは複数のファイル
の形で記憶媒体上に記憶される。各ファイルは論理デー
タ・セットである。ファイルは、特定のユーザによるア
クセスのために予約されており、かつそれが載っている
記憶媒体が周辺記憶装置にマウントされて、いつでもア
クセスできる状態になったとき、「開いている」と見な
される。たとえば、光ディスク・ライブラリでは、ファ
イルは、排他的アクセスのために予約され、それが載っ
ているディスクがドライブにマウントされて回転してい
る場合に、開いている。開いたファイルを含む記憶媒体
がマウントされた周辺記憶装置は、実際の電子的転送が
起こっているか否かにかかわらず「活動状態」にあると
見なされる。マウントされた記憶媒体が、ディレクトリ
の読取りなど、ファイルが開いていることを必要としな
い標準のオペレーティング・システム・コマンドの下で
アクセスされている場合も、周辺記憶装置は活動状態に
ある。活動状態の記憶媒体は、一般に活動状態の周辺記
憶装置内にある記憶媒体であると見なされる。内部周辺
記憶装置および記憶セルは、データ記憶階層の異なるレ
ベルにあると見なすことができる。その上、シェルフ記
憶装置内の（すなわち記憶セル内にはなく、手による介
入なしにロボット式ピッカの手の届く範囲外にある）デ
ータ記憶媒体は、データ記憶階層のさらに別のレベルに
あると見なすことができる。 【０００７】自動記憶ライブラリはまた、１台または複
数の外部周辺記憶装置を含むことができる。外部周辺記
憶装置とは、内部周辺記憶装置とは違って、ピッカでア
クセスできず、手でロードしアンロードする必要のある
、周辺記憶装置を言う。外部周辺記憶装置は、ライブラ
リ・オペレータの便宜のためライブラリに含めることが
できる。短時間のアクセスを必要とするシェルフ記憶媒
体は、ライブラリに挿入する必要がなく、また内部周辺
記憶装置の１つにマウントするためにピッカで検索する
必要もない。外部周辺記憶装置も、データ記憶階層の異
なる１つと見なすことができる。本明細書では今後、は
っきりと明言する場合を除き、「周辺記憶装置」とは内
部周辺記憶装置のみを指すものとする。 【０００８】いくつかの自動記憶ライブラリが知られて
いる。ＩＢＭ社は、１９７０年代に磁気テープ・モジュ
ールの記憶と検索のためのＩＢＭ３８５０大容量記憶サ
ブシステムを導入した。それより後に、いくつかの会社
が磁気テープ・カートリッジおよび光ディスク用の自動
記憶ライブラリを導入している。たとえば、米国特許第
４６５４７２７号、第４８６４４３８号、第４８６４５
１１号の各明細書に、磁気テープ・カートリッジ・ライ
ブラリが開示されている。光ディスク・ライブラリの例
は、米国特許第４２７１４８９号、第４５２７２６２号
、第４６１４４７４号、第４７６６５８１号の各明細書
に出ている。これらのライブラリのロボット式ピッカ機
構は、それぞれ一度に１つのデータ記憶媒体を扱うこと
のできる１個または複数のグリッパを含む。上記の第４
２７１４８９号、第４５２７２６２号、第４６１４４７
４号特許は、ただ１個のグリッパを有するロボット式ピ
ッカを開示し、第４６５４７２７号、第４８６４４３８
号、第４８６４５１１号、第４７６６５８１号特許は、
複数のグリッパを有するロボット式ピッカを開示してい
る。ＩＢＭはまた、２グリッパ式ライブラリであるＩＢ
Ｍ９２４６光ライブラリ装置を販売している。 【０００９】通常、周辺記憶装置内のデータ記憶媒体ま
たはデータ・ボリュームは、それにアクセスする必要が
なくなった直後、あるいはその中に新しいデータ記憶媒
体をマウントする必要が生じたときにデマウントされる
。データ記憶媒体がデマウントされるとき、アクセス情
報が失われる。データ記憶媒体の再マウントをより便利
にするためにこのようなアクセス情報を保持するシステ
ムでは、データ記憶媒体を、前にマウントされたのと同
じ周辺記憶装置にマウントしなければならない。自動記
憶ライブラリでは、このようにその中の特定の周辺記憶
装置にデータ記憶媒体を結合すると、性能が影響を受け
る可能性がある。そのマウントを特定の周辺記憶装置に
結合する場合、デマウント後にその周辺記憶装置が激し
く使用されると、再マウントが実行に差しつかえるほど
遅れる可能性がある。 【００１０】 【発明が解決しようとする問題点】本発明の主目的は、
自動記憶ライブラリを管理するための改良された方法、
ならびにそのための自動記憶ライブラリおよびプログラ
ム装置を提供することにある。 【００１１】本発明の他の目的は、自動記憶ライブラリ
内でマウント要求に応じるための方法、ならびにそのた
めの自動記憶ライブラリおよびプログラム装置を提供す
ることにある。 【００１２】本発明の他の目的は、自動記憶ライブラリ
内で、再マウントの遅れというリスクを最小にして、デ
ータ記憶媒体を一時的にデマウントするための方法、な
らびにそのための自動記憶ライブラリおよびプログラム
装置を提供することにある。 【００１３】 【課題を解決するための手段】本発明の上記その他の目
的は、その中のすべての周辺記憶装置が占有されている
自動記憶ライブラリ内でマウント要求に応じるための、
活動データ記憶媒体を一時的にデマウントし、後で、そ
の後に利用可能になった周辺記憶装置に再マウントする
ことのできる方法によって達成される。データ記憶媒体
をデマウントすることを必要とするマウント要求に応じ
るために、まずデータ記憶媒体をデマウントするための
アクセス情報を保持する。デマウントし、マウント要求
に応じた後で、保持されていたアクセス情報を用いると
、その後に利用可能になった周辺記憶装置内に、以前に
マウントされたデータ記憶媒体が再マウントできるよう
になり、それによって、再マウントが遅れるというリス
クが最小になる。この方法はまた、任意選択のパラメー
タを使って、自動記憶ライブラリ内での一時的デマウン
トを防止し、あるいは特定のデータ記憶媒体の一時的デ
マウントを防止することができる。この方法を使用する
ための自動記憶ライブラリおよびプログラム装置も開示
する。 【００１４】 【実施例】図面において、様々な図で同じ番号は同じ特
徴および構造要素を示す。本発明の自動記憶ライブラリ
を、光ディスク・ライブラリ中で実施されたものとして
説明する。図１ないし図４に、こうした光ディスク・ラ
イブラリの様々な図を示す。ライブラリ１は、ライブラ
リの作動部分のほとんどを囲むハウジング２を含み、ハ
ウジング２は内部にアクセスするための前後のドア板（
図示せず）を有する。ライブラリ１はさらに、複数の光
ディスク記憶セル３と、複数の内部光ディスク・ドライ
ブ４を含む。各記憶セル３は、片面または両面にデータ
を記録した光ディスク１枚を格納することができる。 ディスクの片面に記憶されたデータを「ボリューム」と
称する。好ましい実施例では、ライブラリ１は、７２個
の記憶セルからなる列２列に配列された１４４個の記憶
セル３と、最大４台の光ディスク・ドライブ４を含む。 光ディスクは、アブレーティブ型、位相変化型、光磁気
式、その他の方式の光記録層を含み、光ディスク・ドラ
イブ４との整合性をもつ限りで、読取り専用、追記型、
または書込み可能型のいずれでもよい。その上、光ディ
スクは、ラセン形または同心円状のトラック・パターン
に記録することができる。記録フォーマットの詳細は本
発明の一部ではなく、当技術分野で既知のどんなもので
もよい。ロボット式ピッカ５は、１個のグリッパ６を含
み、グリッパ６は、記憶セル３またはドライブ４のいず
れにある光ディスクにもアクセスでき、それらの光ディ
スクをそれらの間で移動することができる。好ましい実
施例では、光ディスクは、グリッパ６で扱いやすいよう
にカートリッジに入れてあり、その形状因子が１３．３
ｃｍ（５　　１／４インチ）であるが、他の実施例では
、ドライブ４およびグリッパ６に整合するものならどん
な寸法でもよい。 【００１５】図１にはハウジング２の正面は示してない
が、ライブラリ１のいくつかの部分が、オペレータがア
クセスできるようにハウジング２の正面から突き出して
いる。それらの部分は、コンソール・ドア７の一部であ
り、電力インジケータ／スイッチ８、入口／出口スロッ
ト９、外部光ディスク・ドライブ１０、コンソール１１
、キーボード１２のすべてまたは一部を含む。コンソー
ル・ドア７は、図２に示すように、必要なときその背後
にアクセスできるように、外へ開くことができる。スロ
ット９は、光ディスクをライブラリ１に差し込み、また
はライブラリ１から外すために使用する。オペレータか
らキーボード１２を介してライブラリ１にコマンドを送
って、ピッカ５に、スロット９に差し込んだ光ディスク
を受け取ってそれを記憶セル３または記憶機構４に移送
させ、あるいは記憶セル３または記憶機構４から光ディ
スクを回収してそれをスロット９に渡させ、ライブラリ
１から外すことができる。コンソール１１を用いて、オ
ペレータは、ハウジング２の内部を見ずに、ライブラリ
１のある種の動作を監視し制御することができる。外部
光ディスク・ドライブ１０は、ドライブ４とは違って、
グリッパ６でアクセスできず、手動でロードしアンロー
ドしなければならない。ライブラリ１はまた、光ディス
ク・ドライブ排気ファン１４、外部ディスク・ドライブ
排気ファン１５、および電源１６を含む。 【００１６】ライブラリ１の電源を入れると、キーボー
ド１２で受け取ったコマンドがシステム制御装置１７に
転送される。好ましい実施例では、システム制御装置１
７は、ＯＳ／２オペレーティング・システムを用いるＩ
ＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型パーソナル・コンピュータ
である。このＩＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型パーソナル
・コンピュータは、主記憶装置と、固定ディスクやフロ
ッピー・ディスク・ドライブに見られるような１つまた
は複数の記憶媒体を含む。システム制御装置１７は、後
述のように、ドライブ４、外部ディスク・ドライブ１０
、ピッカ５に命令を発行する。ドライブ制御カード１３
とピッカ制御カード１８は、システム制御装置１７から
発行された既知の小型コンピュータ・システム・インタ
フェース（ＳＣＳＩ）コマンド・パケットを、ドライブ
４、外部ディスク・ドライブ１０、ピッカ５の電気機械
的動作に変換する。ライブラリ１内でのピッカ５の移動
は、Ｘ−Ｙ方向である。垂直方向の移動は、垂直方向モ
ータ１９で駆動され、水平方向の移動は水平方向モータ
２０で駆動される。モータ１９は親ねじ２１を回転させ
てピッカ５を垂直に移動させ、モータ２０はベルト２２
と２３を回転させてピッカ５を水平に移動させる。さら
に、ピッカ５を回転させて、グリッパ６の届く範囲内に
ある光ディスクのいずれかの面を直立位置にすることも
できる。 ライブラリ１のその他の物理的特徴は、図を簡単にする
ため図面に示してなく、示してあっても番号をつけてな
いが、いずれも周知のものである。　　【００１７】次
に図５に関して、ライブラリ１のシステム接続について
説明する。システム制御装置１７は、１台または複数の
ホスト／システム・プロセッサ３０に、そこから入力を
受け取り、そこに出力を送るように接続されている。シ
ステム・プロセッサ３０は、ホスト中央演算処理装置（
ＣＰＵ）、たとえばＭＶＳまたはＶＭオペレーティング
・システムを使用するＩＢＭ３０９０メインフレーム・
プロセッサ、ＯＳ／４００またはＡＩＸオペレーティン
グ・システムを使用するＩＢＭＡＳ／４００中規模コン
ピュータ、あるいはＯＳ／２またはＤＯＳオペレーティ
ング・システムを使用し、ローカル・エリア・ネットワ
ーク（ＬＡＮ）中に配置されたＩＢＭ　　ＰＳ／２パー
ソナル・コンピュータなどのプロセッサのネットワーク
でよい。システム・プロセッサ３０への接続は示してな
いが、周知のものである。システム・プロセッサ３０が
ＩＢＭ　　３０９０メインフレーム・プロセッサである
場合、ＩＢＭ文書“ＩＢＭ　　Ｃｈａｎｎｅｌ−ｔｏ−
ＣｈａｎｎｅｌＡｄａｐｔｅｒ”（資料番号ＳＡ２２−
７０９１−００）、１９８３年６月、ＩＢＭ文書“ＩＢ
Ｍ　　Ｓｙｓｔｅｍ／３６０　　ａｎｄ　　Ｓｙｓｔｅ
ｍ／３７０　　Ｉ／Ｏ　　Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ　　Ｃｈ
ａｎｎｅｌ　　ｔｏ　　Ｃｏｎｔｒｏｌ　　Ｕｎｉｔ，
Ｏｒｉｇｉｎａｌ　　Ｅｑｕｉｐｍｅｎｔ　　Ｍａｎｕ
ｆａｃｔｕｒｅｒｓ　　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ”（資
料番号ＧＡ２２−６９７４−０９）、１９８８年２月、
およびＩＢＭ文書“ＩＢＭ　　Ｓｙｓｔｅｍ／３７０　
　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ　　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　　
Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ　　ｏｆ　　Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ
”（資料番号ＳＡ２２−７０８５−０１）、１９８７年
１月に記載されているインタフェースに基づくＩＢＭシ
ステム／３７０チャネル接続機構を用いて接続を行うこ
とができる。上記の各ＩＢＭ文書を、引用により本明細
書に合体する。システム・プロセッサ３０がＩＢＭ　　
ＡＳ／４００中規模コンピュータである場合は、ＳＣＳ
Ｉインタフェース接続機構を用いて直接接続を行うこと
ができる。その場合、ライブラリ１は、ＡＮＳＩ標準Ｘ
３Ｔ９．２／８６−１０９　　ｒｅｖ．５に従ってホス
ト・システムによって直接制御される。上記のＡＮＳＩ
標準を引用により本明細書に合体する。システム・プロ
セッサ３０がＬＡＮ中に配置された複数のＩＢＭ　　Ｐ
Ｓ／２　　パーソナル・コンピュータである場合は、Ｉ
ＢＭ文書“Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　　Ｄａｔａ　　Ｍ
ａｎａｇｅｍｅｎｔ　　Ｌｅｖｅｌ２．０Ａｒｃｈｉｔ
ｅｃｔｕｒｅ　　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ”（資料番号ＳＣ
２１−９５２６）、１９８９年３月に記載されているプ
ロトコルに従って、ＩＢＭトークン・リング・ネットワ
ークＬＡＮ接続機構のＮＥＴＢＩＯＳ制御プログラム・
インタフェースを用いて接続を行うことができる。上記
のＩＢＭ文書を引用により本明細書に合体する。以下で
は、ライブラリ１の好ましい実施例を、システムにとっ
てライブラリ１が共用の汎用記憶装置に見える、ＬＡＮ
環境におけるファイル・サーバとして使用されるものと
して説明を行う。 【００１８】システム制御装置１７は、ＳＣＳＩバス３
１を含む既知の単端ＳＣＳＩ接続を介して、ドライブ４
、ピッカ５、外部光ディスク・ドライブ１０に接続され
る。別の実施例では、システム制御装置１７を同様にし
て、別の物理的ボックス（図示せず）に、そのボックス
の動作を指示するように接続することもできる。そのボ
ックスは、システム制御装置をその中に物理的に含まず
、その代りＳＣＳＩバス３２を介してシステム制御装置
１７から制御される点を除き、図１ないし４に示したも
のと基本的に同じである。システム制御装置を含むボッ
クスと含まないボックスを１個ずつ含む論理サブシステ
ムは、１個のライブラリと見なされる。さらに、ある種
の環境で使用するために、ＲＳ−２３２インタフェース
（図示せず）を介して２台のシステム制御装置を接続し
て、システム制御装置を含むボックスと含まないボック
スを２個ずつ含むライブラリを作成することもでき、以
下同様である。 【００１９】次に図６を参照して、システム制御装置１
７の機能的構成要素レベルでの説明を行う。一般に、シ
ステム制御装置１７は、ファイルの作成と削除、ファイ
ルへの書込みとファイルからの読取り、記憶セル３とド
ライブ４とスロット９の間での光ディスクの移動、使用
度およびエラーに関する統計の提供など、主なライブラ
リ機能をサポートするように設計されている。ライブラ
リ内のボリュームは、単一のドライブのルート・ディレ
クトリ内のサブディレクトリとして現れる。各ボリュー
ムに割り当てられるラベルは、サブディレクトリ名を表
す。システム・プロセッサ３０は、ルート・ディレクト
リを読み取ることができるが、ルート・ディレクトリに
ファイルを記憶することはできない。ボリューム上でア
クセスされるどの経路も、そのボリューム・ラベルを表
すサブディレクトリ要素の下にある経路として現れる。 【００２０】パーソナル・コンピュータ環境で既知の標
準の経路プロトコルを使って、ライブラリ１内のファイ
ルにアクセスする。経路フォーマットは、図７に示して
あり、経路要素３５〜３７と３９を含む。経路要素のう
ち、“ｄ：”はライブラリ１の指定子３５、“ｖｏｌｉ
ｄ”はボリューム・ラベル３６、“ｐａｔｈ１＼ｐａｔ
ｈ２”などは通常のサブディレクトリ経路指定３７、“
ｆｉｌｅ．ｅｘｔ”はファイル名および拡張３９である
。バックスラッシュは経路要素を分離するために使用す
る。ライブラリ１の指定子３５は、固定ディスク・ドラ
イブに普通使用されている“ｃ：”など、パーソナル・
コンピュータ環境において周辺記憶装置に使用されてい
るものと同じく、１文字＋コロンである。ボリューム・
ラベル３６は、指定されたハードウェアのルート・ディ
レクトリ内のサブディレクトリ要素として現れる。最初
に現れるサブディレクトリ要素は実際にはボリューム識
別子であり、残りのサブディレクトリ要素は実際の経路
３７であるので、ライブラリ１はシステム制御装置３０
には単一の周辺記憶装置に見える。ライブラリ１は、ラ
イブラリ１内のそのボリューム、そのボリュームを載せ
るべきドライブ４などの物理位置に関して命令を必要と
しないが、その代りにシステム制御装置１７がそのよう
な決定をすべて行い、適当な処置を指令する。したがっ
て、ライブラリの管理はユーザにとってトランスペアレ
ントである。 【００２１】汎用ライブラリ・ファイル・サーバ（ＧＬ
ＦＳ）５０は、正式に定義されたインタフェースを介し
て１組の汎用中間ハードウェア・コマンドを用いてライ
ブラリを制御する。このインタフェースについては後で
説明する。データはＧＬＦＳ５０によって論理レコード
・レベルで扱われ、単一バイトから可変長データ・オブ
ジェクト全体までに及ぶ量のデータ・アクセスが可能に
なる。オペレーティング・システム５１は、制御の流れ
を調停し、入りオペレーティング・システム・コマンド
を外部インタフェースからライブラリ・サブシステムに
送る。オペレーティング・システム５１は、既知のいく
つかのオペレーティング・システムのいずれでもよく、
好ましい実施例ではＯＳ／２オペレーティング・システ
ムである。ＯＳ／２オペレーティング・システムを使用
すると、一般に標準の固定ディスク・オペレーティング
・システム・コマンドによるライブラリ１の制御が可能
となる。ライブラリの制御は、独自のコマンドＤｏｓＦ
ｓＣｔｌによって指令される。このコマンドを使用する
と、初期設定、ライブラリ１への光ディスクの装入／取
出し、ライブラリ・マップ・ファイルの読取り／書込み
、ドライブ１０への光ディスクのマウント／デマウント
、仮想ドライブ・オプションのエネーブル／ディスエー
ブルなどがサポートされる。ドライブの制御は、独自の
コマンドＤｏｓＤｅｖＩＯＣｔｌによって指令される。 ライブラリ１に対するプログラム式制御の残りの部分は
、初期設定時に記憶媒体からシステム制御装置１７の主
記憶装置にアップロードされる、マイクロコード内に保
持される。他の実施例では、マイクロプログラム式制御
をサポートするために必要な一部の機能も、システム・
プロセッサ３０内で走行するオペレーティング・システ
ムに対するユーティリティとして提供されることがある
。 【００２２】ＯＳ／２オペレーティング・システムは、
システム制御装置１７に組み込まれたいくつかの進んだ
オペレーティング・システム概念を含んでいる。この進
んだ概念には、動的リンク・ライブラリ、導入可能ファ
イル・システム、多重タスク処理がある。動的リンク・
ライブラリ（ＤＬＬ）は、それぞれ必要に応じて動的に
ロードできる１組の機能を内蔵するファイルである。通
常は、プログラムをコンパイルし、そのプログラムが呼
び出す可能性のあるすべての機能のコンパイル済みプロ
グラム・コードとリンクさせてからでないと、そのプロ
グラムは実行できない。ＤＬＬを用いると、プログラム
が、コンパイル済みで、プログラム・コードの独立した
モジュールにリンク済みの機能を呼び出すことができる
ようになる。ＯＳ／２は、必要に応じて呼び出すことの
できる１組のＤＬＬモジュールを含む。カスタムＤＬＬ
モジュールを使用すると、ＯＳ／２に非標準型の記憶装
置を制御させることができる。カスタムＤＬＬモジュー
ルは、導入可能ファイル・システム（ＩＦＳ）と呼ばれ
る。ＩＦＳによってサポートされる各機能は、入口点と
呼ばれる。導入可能ファイル・システムに関する詳細に
ついては、ＩＢＭ文書“ＩＢＭ　　Ｐｅｒｓｏｎａｌ　
　Ｓｙｓｔｅｍｓ　　Ｄｅｖｅｌｏｐｅｒ”（資料番号
Ｇ３６２−０００１−０３）、１９８９年秋、を参照の
こと。 上記文書を引用により本明細書に合体する。好ましい実
施例では、ＧＬＦＳ５０は、規定された入口点を有する
、ＯＳ／２オペレーティング・システムへのＩＦＳとし
て実施される。 【００２３】ＯＳ／２オペレーティング・システムのも
う１つの重要な態様は、多重タスク処理である。多重タ
スク処理とは、システムが多数のプログラムを同時に実
行できる能力である。システム・プロセッサの時間が、
タスク間で分配され、各タスクは、他のタスクが存在し
ない場合と同様に実行されているように見える。各タス
クごとに別々の環境が維持される。各タスク用のメモリ
およびレジスタの内容は、相互の干渉を避けるため分離
されている。タスクとその関連する環境を「スレッド」
と呼ぶ。プログラムは、ＩＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型
パーソナル・コンピュータの主記憶装置内にコード域と
データ域を含むことができる。コード域とは、所与の任
意のスレッドに関して実行中の命令を含む、メモリのセ
クションをいう。データ域とは、命令の実行中に操作さ
れるメモリ（またはレジスタ）のセクションをいう。複
数のスレッドに同じコード域が使用されることがあるの
で、各スレッドが同じ実行すべきコード域を指すことは
あり得るが、それぞれ分離したデータ域を含む。 【００２４】上側のインタフェース・トランスレータ８
０は、上側インタフェース・コマンドとＧＬＦＳ５０の
コマンドの間の変換を司る。下側インタフェース・トラ
ンスレータ９０は、ＧＬＦＳ５０が発行したコマンドと
下側インタフェース・コマンドの間の変換を司る。トラ
ンスレータ８０および９０は、それぞれ明確なインタフ
ェースをもつ別々のリンク可能モジュールとして実施さ
れ、ライブラリ１を新しい上側および下側インタフェー
スに容易に接続できるようにする。新しいインタフェー
スに対する接続の唯一の影響は、トランスレータ８０お
よび９０の新しい部分が作成されることである。ＧＬＦ
Ｓ５０は総称的なものであるため、それは変更されない
ままとなる。 【００２５】ライブラリ１の上側インタフェースは、ラ
イブラリ編成ファイル、ライブラリ・マップ・ファイル
、システム性能ファイル、コンソール１１（およびキー
ボード１２）、ネットワーク・インタフェースを含む。 ライブラリ構成ファイル、ライブラリ・マップ・ファイ
ル、システム性能ファイルは図面には示してないが、シ
ステム制御装置１７の固定ディスク・ドライブに記憶さ
れる。これらのファイルは、ライブラリ・オペレータま
たは保守要員の手で維持される。ライブラリ構成ファイ
ルは、ライブラリ１のハードウェア構成の様々な特性、
例えばライブラリ１内の物理ボックスの数、各物理ボッ
クス内のドライブ４と１０の数、ドライブが内部ドライ
ブ４か外部ドライブ１０かの別、各物理ボックス内の記
憶セルの数、ピッカ５およびドライブ４と１０のＳＣＳ
Ｉアドレスなどをリストする。ライブラリ・マップ・フ
ァイルは、ライブラリ１内の光ディスクの様々な特性、
例えばライブラリ１内の各光ディスクのボリューム・ラ
ベル、ライブラリ１内の各光ディスクに関する自由空間
情報、および各光ディスクに関するある種の使用統計、
例えばマウント数、最後のアクセスの日時などをリスト
する。システム制御装置１７は、ライブラリ構成ファイ
ルおよびライブラリ・マップ・ファイルを使用して、ラ
イブラリ内の資源の数と配列を識別し、ライブラリ１内
の資源の状況が変化するとき、ファイルをそれに合わせ
て調整する。システム性能ファイルは、仮想ドライブ・
オプション・パラメータＵ、最小仮想ドライブ有資格時
間Ｖ、最小デマウント有資格時間Ｗ、事前デマウント有
資格時間Ｘ、遊休デマウント時間Ｙなどのオペレータ指
定のパラメータをリストする。これらのパラメータにつ
いては後で定義する。コンソル１１は、ライブラリ構成
要素の進行状況を示し、エラー報告などのコマンドおよ
びユーティリティ機能をオペレータが利用できるように
するのに使用する。キーボード１２は、オペレータが、
例えばコンソール１１を介して受け取った情報に応答し
て、ライブラリ１に手動入力を行うために使用する。コ
ンソール１１とキーボード１２は、コンソール・ドライ
バ８１およびコンソール・ディジタル・マネジャ８３に
よってＧＬＦＳ５０にリンクされる。ネットワークは、
ＬＡＮアダプタ・ドライバ８２およびＮＥＴＢＩＯＳネ
ットワーク制御プログラム８４にリンクされる。 このネットワーク・インタフェースは、ネットワーク上
のプロセッサが、そのファイル・サーバとして働くライ
ブラリ１に対する遠隔アクセスを得られるようにする。 【００２６】ＧＬＦＳ要求マネジャ５２は、オペレーテ
ィング・システム５１へのインタフェースであり、ＯＳ
／２オペレーティング・システムがＩＦＳと通信するの
に使用するのと同じ１組の入口点に応答する。ＧＬＦＳ
要求マネジャ５２は、ライブラリ機能を実行するために
オペレーティング・システム・コマンドを分割すること
を司り、プロセス制御マネジャ（ＰＣＭ）５３ａ内にあ
るルーチンを呼び出して各ステップを実行することによ
りそれを行う。ＰＣＭ５３ａは、要求ブロックの生成を
必要とするものも含めて、コマンドを分解し処理する際
にシステムを助ける１組のユーティリティ・ルーチンで
ある。これらのルーチンは、ディレクトリ経路ストリン
グを解析し、光ディスクをライブラリに入れ、ボリュー
ムの位置を探し出し、ボリュームにドライブを割り振り
、光ディスクを反転させて反対面にあるボリュームをマ
ウントすべく提示し、ボリュームをマウントし、デマウ
ントし、光ディスクをライブラリから出すなどする。 これらのルーチンについては後で当該の個所で説明する
。ディレクトリ管理方式（ＤＭＳ）５３ｂは、周知のよ
うにライブラリ１内のユーザ・ファイルの開閉状況を監
視するためのＩＦＳファイル指定を満足するコード・モ
ジュールであり、そのようなユーザ・ファイルを操作す
るために使用する。このような内部モジュール内のＩＦ
Ｓインタフェースを使用すると、外部ＩＦＳスタイルに
よるディレクトリ管理方式の実施態様を容易に適合させ
ることが可能になる。 【００２７】電力投入初期設定（ＰＯＩ）モジュール５
４は、制御装置の電力投入およびリセット機能を管理す
るもので、初期設定時にオペレーティング・システム５
１によって呼び出される。ＰＯＩモジュール５４は、構
成要素の自己検査の結果の判定と報告、ライブラリ構成
ファイルおよび現況ファイルの読取りなどの機能を司る
。エラーは、エラー回復モジュール５６およびエラー記
録モジュール５７によって処理される。エラー回復モジ
ュール５６は、動的装置再割振りや装置コマンドの再試
行を含めてすべてのエラーを処理する。エラー記録モジ
ュール５７は、エラー情報の保管およびコンソール１１
を介してオペレータにそれを報告することを司る。 【００２８】資源マネジャ６０は、要求ブロック、ドラ
イブ制御ブロック、エラー情報ブロックを含めて、シス
テム制御装置１７のデータ域内の制御ブロックの動的割
振りと割振り解除を行う。要求ブロックは、ドライブ４
またはピッカ５に関するハードウェア事象を要求するの
に使用される。ドライブ制御ブロックは、後で説明する
ように、ドライブ４に関する状況情報を記憶するのに使
用される。エラー情報ブロックは、エラーの報告、分離
、および恐らくは再試行を行うのに必要な情報を記憶す
るのに使用される。制御ブロックの割振りおよび割振り
解除は、資源マネジャ６０によって維持されている、Ｉ
ＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型パーソナル・コンピュータ
の主記憶装置内の利用可能な自由空間のリストを使って
実行される。エラー回復モジュール５６と資源マネジャ
６０は、共に図６に示すシステム制御装置の大部分の構
成要素に接続されている。図が簡単になるようにこれら
の接続は図示していない。 【００２９】スケジューラ６１と６２は、要求ブロック
の内容の一部を検証し、それを、その要求を処理するハ
ードウェア装置のパイプに入れることを司る。パイプと
は、あるスレッドから別のスレッドに通じる待機データ
経路であり、そのパイプに割当てられた識別子を知って
いるどのスレッドからもそれにアクセスできる。ディス
パッチャ６３と６４は、要求ブロックの妥当性検査を行
い、要求がすぐ実行できる状態にあることを確認し、そ
の要求を適宜、ドライブ論理マネジャ９１およびライブ
ラリ論理マネジャ９２に指名することを司る。コーディ
ネータ６５は、ディスパッチャ６３および６４に対する
要求実行の調整を司る。コーディネータ６５は、ＰＣＭ
５３ａから受け取った各要求ブロックに対する記入項目
を有するテーブルを用いてそれを行う。各記入項目は、
特定の要求ブロックに関連する支援要求ブロックをリス
トする。別の要求が既に完了していることを必要とする
要求は「従属」要求と呼び、最初に完了しなければなら
ない要求は「支援」要求と呼ぶ。コーディネータ６５は
、関連する支援要求が実行されるまで、従属要求の実行
を抑える。支援要求が実行されない場合、コーディネー
タ６５はそれに従属する要求を拒絶する。 【００３０】論理マネジャ９１および９２は、要求ブロ
ックの形の総称ライブラリ・コマンドを、ＳＣＳＩデー
タ・パケットの形の相当する装置レベルのコマンドに変
換することを司る。論理マネジャ９１および９２はまた
、それぞれドライブ・ドライバ９３とライブラリ・ドラ
イバ９４からハードウェア状況情報を受け取ることを司
る。ドライバ９３と９４は、ハードウェアおよび物理メ
モリを直接操作する。ドライバ９３と９４はまた、当該
の各ハードウェアとの間のあらゆる通信を実行し、かつ
割込みに応答する。論理マネジャ９１とドライブ・ドラ
イバ９３はドライブ４を制御し、論理マネジャ９２とラ
イブラリ・マネジャ９４はピッカ５を制御する。図を簡
単にするため図６には図示してないが、実際には、多数
のドライブ・ディスパッチャ６３、ドライブ論理マネジ
ャ９１、ドライブ・ドライバ９３が、ライブラリ内の各
ドライブ４または１０ごとに１組ずつある。各組はそれ
ぞれ異なるデータ・パイプに接続されている。 【００３１】動作方法 ライブラリ１の初期設定は、オペレーティング・システ
ム５１、ＧＬＦＳ要求マネジャ５２、資源マネジャ６０
、ＰＯＩモジュール５４を使って実行される。ライブラ
リ・ハードウェアの自己検査によってそれが正しく機能
することを確認した後、オペレーティング・システム５
１がロードされ、ＯＳ／２　　ＣＯＮＦＩＧ．ＳＹＳ（
システム構成）ファイルを使って、オペレーティング・
システム・パラメータを設定し、ドライバをロードする
。次いでオペレーティング・システム５１は初期設定コ
マンドを生成し、このコマンドがＧＬＦＳ要求マネジャ
５２に、次いでＰＯＩモジュール５４に渡される。ＰＯ
Ｉモジュール５４は、ライブラリ構成ファイル、ライブ
ラリ・マップ・ファイル、システム性能ファイルを読み
取り、ＩＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型パーソナル・コン
ピュータの主記憶装置内で必要な内部データ構造を作成
し、ライブラリ構成ファイル内で指定されたライブラリ
１の各ハードウェア構成要素ごとに別々のスレッドを初
期設定する。資源マネジャ６０は、メモリの管理に使用
される内部テーブルを初期設定する。次いでＰＯＩモジ
ュール５４は、システム制御装置１７および制御カード
１３と１８に、電力投入自己検査の結果について照会し
、問題があればエラー回復モジュール５６に報告する。 初期設定中に検出されたエラーはエラー記憶モジュール
５７によって記録され、可能なものはエラー回復モジュ
ール５６によって回復される。システム制御装置１７が
準備完了状態にあるとき、システムはコンソール１１ま
たはネットワーク・インタフェースの活動状態に感応す
る。 【００３２】図８を参照すると、内部データ構造は、光
ライブラリ主システム制御ブロック（ＯＬＭＳＣＢ）１
１０、１個または複数のライブラリ制御ブロック（ＬＣ
Ｂ）１１１、固定ディスク制御ブロック（ＤＣＢ）１１
２、活動ＤＣＢポインタ・アレイ１１３、活動ＤＣＢ１
１４、光ディスク・マップ１１５を含む。ポインタは、
図８では矢印で示してある。ＯＬＭＳＣＢ１１０は、ラ
イブラリ１内の物理ボックスの数、仮想ドライブ・オプ
ション・パラメータＵ、最小仮想ドライブ有資格時間Ｖ
、光ディスク・マップを指すポインタ、およびライブラ
リ１内の各物理ボックスに関するＬＣＢ１１１を指すポ
インタを含む（便宜上、図にはこのＬＣＢを１つだけ示
す）。各ＬＣＢ１１１は、当該の物理ボックスに関して
、ピッカ５の動作状況（オンライン、オフライン、故障
）、その中のドライブ４と１０の数、その中のピッカ５
のＳＣＳＩアドレス、その中の記憶セル３の数、その中
の各記憶セル３とスロット９のアドレス、最小デマウン
ト有資格時間Ｗ、事前デマウント有資格時間Ｘ、遊休デ
マウント時間Ｙ、およびその中の各ドライブ４または１
０に関する固定ＤＣＢ１１２を指すポインタを含む。 各ＬＣＢ１１１はまた、活動ＤＣＢポインタ・アレイ１
１３を指すポインタを含み、ポインタ・アレイ１１３は
その中の各ドライブ４または１０に関する活動ＤＣＢ１
１４を指すポインタを含む。 【００３３】図には、好ましい実施例では各ドライブ４
および１０ごとに１個ずつ、合計５個の固定ＤＣＢ１１
２が示されている。各固定ＤＣＢ１１２は、ドライブ４
および１０に関する、ある種のドライブ特有の情報を含
む。これらの情報は、ライブラリ１に関して光ディスク
が操作されるとき変化しないので、「固定」情報である
。この情報は、当該のドライブに関して、そのドライブ
の使用がある種の機能（書込み専用など）だけに制限さ
れているかどうかを示す使用属性を含めて、そのドライ
ブの動作状況を含む。固定ＤＣＢ１１２は、後で説明す
るように、ライブラリ１の周りで光ディスクが操作され
るとき活動ＤＣＢ１１４を作成するため、そのような情
報の永久レコードとして使用される。 【００３４】図には、好ましい例では各ドライブ４およ
び１０ごとに１個ずつ、および仮想リストごとに１個ず
つ、合計６個の活動ＤＣＢポインタ１１３と１１４が示
されている。この仮想リストは、後で説明するように、
ある種のボリュームに対するアクセス・レコードのリン
クされたリストである。活動ＤＣＢ１１４は、ドライブ
４と１０および仮想アクセスに関する、ある種のボリュ
ーム特有の情報を含む。この情報は、ライブラリ１の周
りで光ディスクが操作されるとき変化する（すなわち更
新される）ので、「活動」情報である。この情報は、当
該の各ドライブまたは仮想アクセスに関する固定ＤＣＢ
１１２からの適当な情報を含み、また、ドライブの占有
状況（光ディスクがマウントされているかどうか）、使
用統計、例えば最終アクセス時間やその中のボリューム
または仮想アクセスに対するユーザ・カウント、および
その中に入れるべき光ディスク・マップへのインデック
スを含む。このインデックスは、ドライブにマウントさ
れたボリュームまたは仮想アクセスを記述する。光ディ
スク・マップへのインデックスは、必要に応じてＤＭＳ
５３ｂがライブラリ１内でボリュームの位置を探し出す
ために使用する。ユーザ・カウントは、あるボリューム
に対して進行中の現アクセスの数である。アクセスとは
、オープン・ファイル、またはディレクトリ読取りなど
ファイルをオープンする必要のない任意の標準のオペレ
ーティング・システム・コマンドである。 【００３５】光ディスク・マップ１１５は、ライブラリ
１内の各記憶セル３に関する記入項目を含む。空の記憶
セル３に関する記入項目はブランクである。満杯の記憶
セル３に関する記入項目は、その中のディスクの所有者
、そのディスクのホーム記憶セル３と現位置、およびそ
のディスク上の各ボリュームごとに、ボリューム・ラベ
ル、マウント数、利用可能な自由空間、およびその他の
使用統計をリストする。上記のデータ構造はまた、図が
簡単になるように図にははっきり示してないが、当技術
分野で周知のように、ライブラリ１の動作に必要な他の
情報も含む。 【００３６】次に図９を参照して、システム制御装置１
７の動作について述べる。ネットワーク・インタフェー
スから要求を受け取ると、ネットワーク制御コードは、
ステップ１００で、その要求を１組の標準のＯＳ／２　
　オペレーティング・システム・コマンドに変換する。 次にオペレーティング・システム５１は、ステップ１０
１で、それらのオペレーティング・システム・コマンド
を処理するため、適当なオペレーティング・システム・
コールを発行する。ＧＬＦＳ要求マネジャ５２がこれら
のシステム・コールを受け取って、より簡単な機能に分
解する。各機能について、ＧＬＦＳ要求マネジャ５２は
、ステップ１０２でＰＣＭ５３ａまたはＤＭＳ５３ｂあ
るいはその両者内のルーチンを呼び出し、そのルーチン
に必要な適切なデータのサブセットをパラメータとして
渡す。ハードウェアの活動を必要とする各ルーチンの場
合は、ＰＣＭ５３ａまたはＤＭＳ５３ｂあるいはその両
者が、ステップ１０３で、ハードウェア・レベル要求ブ
ロックを生成するために資源マネジャ６０を呼び出し、
そのブロックをスケジューラ６１と６２に発行し、ハー
ドウェア従属関係があればコーディネータ６５に知らせ
て、それらの要求が適当に順序付けできるようにする。 ＰＣＭ５３ａはまた、各ルーチンが完了したとき、制御
および状況情報をＧＬＦＳ要求マネジャ５２に戻す。 【００３７】ＩＢＭ　　ＰＳ／２　　８０型パーソナル
・コンピュータの主記憶装置内で利用可能な自由空間の
リストを検査した後、資源マネジャ６０は、その要求ブ
ロックに必要なメモリ空間を割り振る。資源マネジャ６
０を呼び出すルーチンが、ある制御ブロックに対する大
部分の情報を提供し、資源マネジャ６０は、制御ブロッ
ク識別子や要求ブロック識別子などある種の追加情報を
記入する。ドライブ・スケジューラ６１とライブラリ・
スケジューラ６２は、すべてのハードウェア事象要求を
要求ブロック識別子として受け取り、それをそれぞれド
ライブ・ディスパッチャ６３とライブラリ・ディスパッ
チャ６４に接続されたデータ・パイプに転送する。ディ
スパッチャ６３と６４は、要求ブロック識別子が存在す
るかどうか、それぞれのデータ・パイプを連続して検査
する。要求ブロック識別子を受け取った後、ディスパッ
チャ６３と６４は、要求ブロックがすぐ実行できる状態
にあるかどうか判定するためにコーディネータ６５を呼
び出す。コーディネータ６５は、要求ブロック従属関係
テーブルを検査し、すべての支援要求ブロックが完了す
るまで、ディスパッチャ６３と６４が要求ブロック識別
子を発行するのを妨げる。すべての要求ブロック従属関
係が満たされたとき、要求ブロック識別子が当該の論理
マネジャ９１または９２に発行される。 【００３８】ステップ１０４で、論理マネジャ９１と９
２は、要求ブロック識別子を受け取り、それらの要求を
実施するのに必要なＳＣＳＩハードウェア・コマンド・
パケットを作成し、それらのパケットをドライバ９３お
よび９４に発行する。次いでハードウェアがそれらの要
求を物理的に実行する。各要求が完了したとき、論理マ
ネジャ９１と９２はその完了を通知する。次いでディス
パッチャ６３または６４は次の要求ブロックの識別子を
当該の論理マネジャ９１または９２に発行する。 【００３９】一般に、ライブラリ・マウント／デマウン
ト操作は、ボリューム・マウント要求が存在する限り、
必要に応じて続けられる。最初にドライブ４または１０
にボリュームがマウントされるとき、そのボリュームの
アクセスに関する活動ＤＣＢ１１４が作成される。活動
ＤＣＢは、そのボリュームがマウントされているドライ
ブ４または１０に関するドライブ特有の情報を、固定Ｄ
ＣＢ１１２からメモリのあるブロックにコピーし、適当
にポインタを調整することによって作成される。そのボ
リュームへのアクセス中、そのアクセスに関するボリュ
ーム特有の情報が更新され、活動ＤＣＢ１１４に記憶さ
れる。ボリュームがデマウントされる場合は、占有状況
情報以外のボリューム特有の情報が活動ＤＣＢ１１４か
ら削除され、当該のドライブ情報４または１０が再度空
になったことを示すようになる。当該のドライブ４また
は１０に再度ボリュームがマウントされると、活動ＤＣ
Ｂ１１４は再度必要に応じて適切なボリューム特有情報
で更新され、以下同様である。 【００４０】ボリュームがデマウントされると、ドライ
ブ４は既存のマウント要求に応じることができるように
なり、それによってドライブ４を占有状態に維持する。 このような占有により、すぐにアクセスできるデータの
量が最大になる。しかし保留中のマウント要求がないと
きは、将来のマウント要求に応じ、かつ遊休期間中のド
ライブ４の老朽化を軽減するため、未占有のドライブ４
の存在が確保されるようにドライブ４を前もってデマウ
ントすることができる。すべてのドライブ４が占有され
ている場合、後述のように１台のドライブ４を空にする
ことができる。さらに、やはり後述するように、ドライ
ブ４の活動状態を周期的に検査して、ライブラリ１が相
対的に遊休状態にあるためいずれかの占有ドライブ４内
のボリュームを前もってデマウントすべきかどうか判定
する。したがって、通常のライブラリ動作の間、ドライ
ブ４はあるボリュームが前もってデマウントされた後に
しか空にならない。すべてのドライブ４が占有状態にあ
り、保留中のマウント要求がないとき、前もってデマウ
ントすべきボリュームを選択するための判定基準は、ド
ライブ４の活動状態を周期的に検査する間に使用する基
準とは異なる。 【００４１】ドライブ４は、所与のある時間に、ただ１
つの光ディスクに対してしか物理的書込みまたは読取り
を行うことができない。未占有のドライブ４がないとき
にボリュームのマウント要求が出ると、通常その要求は
拒絶される。しかし、仮想ドライブ・オプション・パラ
メータＵを１にセットして、仮想ドライブ・オプション
が使用可能になると、すべてのドライブ４が占有状態に
あるとき、ボリュームのマウント要求によって、最近に
最も使用されていないボリュームを一時的にデマウント
することにより、現在あるドライブ４よりも多くのボリ
ュームへのアクセスが可能になる。一時的にデマウント
されたボリュームは「スワップ・アウト」されたといい
、新たにマウントされたボリュームは「スワップ・イン
」されたと言う。ドライブ４に関するドライブ特有の情
報は活動ＤＣＢ１１４から削除されるが、一時的にデマ
ウントされたボリュームに関するボリューム特有のアク
セス情報はその中に保存される。次いで、一時的にデマ
ウントされたボリュームに対する活動ＤＣＢ１１４が、
仮想リストと呼ぶ特殊な形の活動ＤＣＢ１１４内に保持
される。仮想リストＤＣＢは、相互に指すポインタを含
み、リンクされたリストをもたらす点で、他の活動ＤＣ
Ｂとは異なる。この仮想リストを用いると、次のボリュ
ーム・マウント要求時に再マウントすることにより、そ
のボリューム上での動作を再開することが可能となる。 また、キャッシュ処理を用いて、再マウント操作なしで
アクセスを続行することもできる。ボリュームを再マウ
ントする際、当該の仮想リストＤＣＢがリンクされたリ
ストから削除され、ボリューム特有の情報が、当該のド
ライブ４に関する活動ＤＣＢ１１４にコピーされる。こ
のようなアクセス情報が保持されるので、仮想ドライブ
・オプションのもとでスワップ・アウトされたボリュー
ムは、依存として活動状態にあり、アクセス中であると
見なされる。また、スワップ・アウトされたボリューム
の再マウントは、当該のドライブに関する活動ＤＣＢ１
１４にアクセス情報が供給される限り、いずれのドライ
ブ４内でも行える。ボリューム・アクセスは、そのボリ
ュームがマウントされている元のドライブ４には結合さ
れない。スワップ・アウトされたボリュームは、そのホ
ーム記憶セル３内にあると論理的に見えない。再マウン
トはスワップ・アウトされなかったボリュームのマウン
トと区別しなければならないからである。したがって、
ライブラリ内のドライブ４の実際の数は、ユーザにとっ
てトランスペアレントである。別の実施例では、追加の
仮想有資格オプション・パラメータを使って、ある種の
ボリュームだけをスワップされる資格があるものとして
指定し、頻繁にアクセスされるボリュームのチャーンを
防止することができる。 【００４２】次に図面を参照して、システム制御装置の
高レベル動作を、ＧＬＦＳ５０が特定の指定されたボリ
ュームへのアクセスを要求する代表的なＩＦＳ入口点か
ら始めて、詳しく説明する。この説明では、ＰＣＭ５３
ａの一連のルーチンを参照する。ＰＡＲＳＥ（解析）ル
ーチンは、ボリューム・ラベル３６を要求中の経路の残
りの部分から分離するのに使用する。ＲＥＡＤＹ　　Ｖ
ＯＬＵＭＥ（準備完了ボリューム）ルーチンは、指定さ
れたボリュームの位置に応じて、後で必要となる動作を
決定するために使用する。指定されたボリュームの位置
に応じて、ＩＮＣＥＬＬ（セル内）ルーチン、ＩＮ　　
ＤＲＩＶＥ（ドライブ内）ルーチン、およびＳＷＡＰ（
スワップ）ルーチンが呼び出される。ＩＮ　　ＣＥＬＬ
ルーチンは、指定されたボリュームがそのホーム記憶セ
ル３内にある場合に呼び出される。ＩＮ　　ＤＲＩＶＥ
ルーチンは、指定されたボリュームを含む光ディスクが
既にドライブ４内にマウントされている場合に呼び出さ
れる。ＳＷＡＰルーチンは、指定されたボリュームが現
在活動状態であるが、仮想ドライブ・オプションに基づ
いてドライブ４からスワップ・アウトされている場合に
呼び出される。 【００４３】ＡＬＬＯＣＡＴＥ（割振り）ルーチンおよ
びＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥ（強制割振り）ルー
チンは、必要に応じてＩＮ　　ＣＥＬＬルーチン、ＩＮ
　　ＤＲＩＶＥルーチン、およびＳＷＡＰルーチンによ
って呼び出される。ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンは、要求
中で指定されたボリュームをマウントするため、未占有
のドライブ４を予約するために使用する。ＦＯＲＣＥ　
　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンは、仮想ドライブ・オプシ
ョンのもとで（すなわち、スワップ・インにより）、そ
の要求中で指定されたボリュームをマウントするため、
占有状態のドライブ４を予約するのに使用する。ＭＯＵ
ＮＴ（マウント）ルーチンは、単にピッカ５にボリュー
ムを検索させ、それをドライブ４にマウントさせ、回転
させる。 ＤＥＭＯＵＮＴ（デマウント）ルーチンは、単にマウン
トされた光ディスクの回転を落し、ピッカ５でデマウン
トし、そのホーム記憶セル３に移動させる。ＭＯＵＮＴ
ルーチンとＤＥＭＯＵＮＴルーチンは、必要に応じて内
部データ構造を更新する処理を含み、それぞれボリュー
ムのマウントまたはデマウントに失敗した場合はエラー
・メッセージを戻す。ＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬＵＭＥ
（ボリューム解除）ルーチンは、要求の処理後に、ライ
ブラリ１が遊休状態でなくとも、ボリュームを前もって
デマウントすることが適切であるかどうか判定するため
に呼び出される。ＩＤＬＥ　　ＤＥＭＯＵＮＴ（デマウ
ント遊休）ルーチンは、ドライブ４の活動状態を周期的
に検査して、ドライブ４の老朽化を軽減するため、その
中にマウントされている光ディスクが、前もってデマウ
ントされるのに十分な遊休状態であるかどうか判定する
。 【００４４】前記の各ルーチンに関する以下の説明は、
便宜上、可能なら既に述べた特徴や当技術分野で周知の
特徴は省いて、簡単に行う。例えば、ＯＬＭＳＣＢ１１
０、ＬＣＢ１１１、ＤＣＢ１１２と１１４、光ディスク
・マップ１１５内の情報は、その位置、内容、用途につ
いて既に述べたので、必ずしも言及しない。同様に、あ
るルーチンの間に決定された情報を、実行のために呼び
出されたルーチンに必要な第２のルーチンが呼び出され
たとき、その第２のルーチンに渡すことができる。また
、「戻る」という語は、ルーチンの結果をルーチンを呼
び出したステップに何らかの形で指示することを含めて
、ルーチンから出てそのルーチンを呼び出したステップ
に行くことを指す。エラーの原因を示すもの以外の特定
のエラー・メッセージは提供されない。「利用不能」と
いう語は、オフライン、障害、またはロックされた状況
の構成要素を指すために使用され、その使用を妨げる。 ドライブは、その使用属性が特定の要求に必要な属性と
整合しない場合にも、利用不能と見なされる。最後に、
外部ドライブ１０を参照し、または所望のボリュームを
マウントするために必要な光ディスクの反転は、簡単に
するために省略した。 【００４５】図１０を参照すると、ステップ２００で、
指定されたボリュームへのアクセス要求をＧＬＦＳ要求
マネジャ５２がオペレーティング・システム５１から受
け取り、次いでステップ２０１〜２１０に移って様々な
ＰＣＭ５３ａルーチンを呼び出す。ステップ２０１で、
そこからボリューム・ラベルを抽出し、光ディスク・マ
ップを使用して指定されたボリュームの位置を探し出す
ため、ＰＡＲＳＥルーチンを呼び出す。ステップ２０２
で、ＰＡＲＳＥルーチンの結果に応じて分岐する。ＰＡ
ＲＳＥルーチンがエラー・メッセージを戻した（すなわ
ち、首尾よく完了しなかった）場合、ステップ２１０で
そのエラー・メッセージが戻される。ＰＡＲＳＥルーチ
ンが成功した場合は、ステップ２０３は、指定されたボ
リュームの位置に応じて分岐する。指定されたボリュー
ムがライブラリ１内で見つからなかった場合は、その中
でそのボリュームにアクセスできない。したがって、流
れはステップ２１０に飛び、エラー・メッセージが戻さ
れる。指定されたボリュームがライブラリ１内で見つか
った場合は、ステップ２０４でＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵ
ＭＥルーチンが呼び出される。ＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵ
ＭＥルーチンが完了すると、ステップ２０５でＲＥＡＤ
Ｙ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンの結果に応じて分岐する。 ＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンがエラー・メッセ
ージを戻した（すなわち、首尾よく完了しなかった）場
合、ステップ２１０でそのエラー・メッセージが戻され
る。ＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンが成功した場
合、ステップ２０７で、要求に従って指定されたボリュ
ームに対する動作が行われる。それらの動作が完了する
と、ステップ２０８で、前もってデマウントする必要が
あるかどうか判定するため、ＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬ
ＵＭＥルーチンを呼び出す。ＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬ
ＵＭＥルーチンが完了すると、ステップ２１０で結果が
戻される。 【００４６】図１１を参照すると、ステップ２０１で呼
び出されたＰＡＲＳＥルーチンがステップ２５０で開始
する。ステップ２５１で、要求中で指定された経路の有
効性に応じて分岐する。指定された経路の有効性は、そ
れを前述の標準の経路プロトコルと比較することによっ
て判定する。例えば、無効な経路フォーマットは、その
第１の経路要素がボリューム・ラベルに対して許容され
ているものより長いものである。その経路フォーマット
が無効な場合、流れはステップ２６０に飛び、エラー・
メッセージが戻される。経路フォーマットが有効な場合
、ステップ２５２で第１の経路要素（すなわち、ボリュ
ーム・ラベル３６）が経路指定から抽出されて記憶され
る。ステップ２５３で、第１の経路要素を経路指定から
取り除くように残りの経路要素がシフトされる。このと
き、残りの経路指定には、指定子３５、サブディレクト
リ要素３７、ファイル名および拡張３９が含まれる。 ステップ２５４で、残りの経路指定中でのサブディレク
トリ要素３７の有無に応じて分岐する。サブディレクト
リ要素３７が残っている場合、流れはステップ２５７に
飛ぶ。サブディレクトリ要素が残っていない場合は、ス
テップ２５６で経路指定に大域標識“＊．＊”が付加さ
れる。ステップ２５７で経路指定と光ディスク・マップ
を使って、ライブラリ１内の指定されたボリュームを探
し出す。大域標識が存在すると、その要求中でサブディ
レクトリが指定されなかったことを意味する。指定され
たボリュームの位置を決定するには、ライブラリ１全体
を検査しなければならない。ＰＡＲＳＥルーチンが完了
すると、ステップ２６０で結果が戻される。 【００４７】図１２を参照すると、ステップ２０４で呼
び出されたＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンがステ
ップ３００で開始し、指定されたボリュームの位置に応
じて、異なる経路に沿って進む。ステップ３０１で、指
定されたボリュームが現在そのホーム記憶セル３にある
かどうかに応じて分岐する。指定されたボリュームがそ
のホーム記憶セル３にある場合は、ステップ３０２およ
び３０３で、その要求が、要求ユーザの指定されたボリ
ュームに対する新しいアクセスであるかどうか、および
ピッカ５が利用可能かどうかに応じて分岐する。要求が
新しいアクセスでない場合、あるいはピッカ５が利用不
能な場合、流れはステップ３２０に飛び、エラー・メッ
セージが戻される。エラー・メッセージが戻されるのは
、指定されたボリュームがそのホーム記憶セル３にはな
いはずだからである。ボリュームが、物理的にはそのホ
ーム記憶セル３にあるが、（ドライブ４からスワップ・
アウトされたため）論理的にはない場合は、ステップ３
０１で、ステップ３０２に分岐する。ピッカ５が利用不
能な場合は、指定されたボリュームのマウントが行えな
いため、ステップ３２０でエラー・メッセージが戻され
る。要求が新規のアクセスであり、ピッカ５が利用可能
な場合、ステップ３０６で、指定されたボリュームをド
ライブ４にマウントするのを試みるため、ＩＮ　　ＣＥ
ＬＬルーチンが呼び出される。ＩＮ　　ＣＥＬＬルーチ
ンが完了すると、ステップ３２０でＲＥＡＤＹＶＯＬＵ
ＭＥルーチンから戻る。 【００４８】ステップ３０１で、指定されたボリューム
がそのホーム記憶セル３にない場合、ステップ３０７で
、そのボリュームの現位置を探し出すための探索が続行
される。ステップ３０７で、指定されたボリュームを含
む光ディスクが既にドライブ４内にあるかどうかに応じ
て分岐する。その光ディスクがドライブ４内にある場合
、マウント動作は不要であり、ステップ３０８でＩＮ　
　ＤＲＩＶＥルーチンが呼び出される。ＩＮ　　ＤＲＩ
ＶＥルーチンが完了すると、ステップ３０９で、その要
求が、要求ユーザの指定されたボリュームに対する新規
のアクセスであるかどうかに応じて分岐する。要求が新
規アクセスではない場合、流れはステップ３２０に飛ぶ
。 要求が新規アクセスである場合は、ステップ３１０で、
指定されたボリュームのユーザ・カウントが増分される
。ステップ３２０で、ＲＥＡＤＹＶＯＬＵＭＥルーチン
から戻る。 【００４９】ステップ３０７で、指定されたボリューム
を含む光ディスクがドライブ４内にない場合（指定され
たボリュームがライブラリ１内にあることは既にわかっ
ているが、そのホーム記憶セル３またはドライブ４内に
は見つからなかった）、仮想ドライブ・オプションに従
ってドライブ４からスワップ・アウトされたはずである
。ステップ３１２および３１３で、指定されたボリュー
ムが仮想リスト中にあるかどうか、およびピッカ５が利
用可能かどうかに応じて分岐する。指定されたボリュー
ムが仮想リスト中にはない場合、あるいはピッカ５が利
用不能な場合は、ステップ３２０でエラー・メッセージ
が戻される。指定されたボリュームが仮想リスト中にな
い場合は、そのボリュームを探し出すことができないの
で、エラーメッセージが戻される。ピッカ５が利用不能
な場合は、指定されたボリュームのマウントが行えない
ので、エラー・メッセージが戻される。指定されたボリ
ュームが仮想リスト中で見つかり、かつピッカ５が利用
可能な場合は、ステップ３１６で、ＳＷＡＰルーチンが
呼び出される。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、ステッ
プ３２０でＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンから戻
る。 【００５０】図１３を参照すると、ステップ３０６で呼
び出されたＩＮ　　ＣＥＬＬルーチンがステップ４００
で開始し、ボリュームをマウントすべき未占有のドライ
ブ４の有無に応じて、異なる経路に沿って進む。ステッ
プ４０１で、要求中で指定されたボリュームをマウント
するためにドライブ４を予約するため、ＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅルーチンが呼び出される。ステップ４０２では、ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥルーチンの結果に応じて分岐する。未占有
のドライブ４が探し出されて予約された（すなわち、Ａ
ＬＬＯＣＡＴＥルーチンが成功した）場合、ステップ４
０９で、予約されたドライブ４に指定されたボリューム
をマウントするため、ＭＯＵＮＴルーチンが呼び出され
る。未占有のドライブ４が見つからず予約されなかった
（すなわち、エラー・メッセージが戻された）場合、ス
テップ４０４で、仮想ドライブ・オプションが使用可能
になったかどうかに応じて分岐する。仮想ドライブ・オ
プションが使用可能でない場合、流れはステップ４１０
に飛び、ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果が戻される。 仮想ドライブ・オプションが使用可能である場合は、ス
テップ４０６で、ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルー
チンが呼び出される。未占有のドライブ４は存在しない
が、仮想ドライブ・オプションにより、指定されたボリ
ュームのスワップ・インが可能となる。ステップ４０７
で、ＦＯＲＣＥＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果に応じ
て分岐する。ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチン
がエラー・メッセージを戻す場合、ステップ４１０でそ
の結果が戻される。ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥル
ーチンが指定されたボリュームを首尾よくスワップ・ア
ウトした場合は、ステップ４０９でＭＯＵＮＴルーチン
が呼び出される。ＭＯＵＮＴルーチンが完了すると、ス
テップ４１０でＩＮ　　ＣＥＬＬルーチンから戻る。 【００５１】図１４を参照すると、ステップ３０８で呼
び出されたＩＮ　　ＤＲＩＶＥルーチンがステップ４２
０で開始し、指定されたボリュームがマウントされてい
るドライブ４が利用可能かどうかに応じて、２つの基本
的経路に沿って進む。指定されたボリュームがマウント
されているドライブ４が利用不能な場合、ステップ４２
１でステップ４２２に分岐する。次いでステップ４２２
で、ピッカ５が利用可能かどうかに応じて分岐する。ピ
ッカ５が利用不能な場合、流れはステップ４４２に飛び
、エラー・メッセージが戻される。エラー・メッセージ
が戻されるのは、利用不能なドライブ４内で指定された
ボリュームにはアクセスできず、ピッカ５も利用不能な
ので、そのボリュームを別のドライブ４に転送できない
からである。ステップ４２２でピッカ５が利用可能な場
合、ステップ４２５で、指定されたボリュームをドライ
ブ４からスワップ・アウトするために、ＳＷＡＰルーチ
ンが呼び出される。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、ス
テップ４２６で、ＲＥＡＤＹＶＯＬＵＭＥルーチンが呼
び出される。ＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンが完
了すると、ステップ４４２でＩＮ　　ＤＲＩＶＥルーチ
ンから戻る。 【００５２】ステップ４２１で指定されたボリュームが
マウントされているドライブ４が利用可能な場合、ステ
ップ４３３で、指定されたボリュームが仮想リスト中に
あるかどうかに応じて分岐する。指定されたボリューム
が仮想リスト中にある場合、流れはステップ４４１に飛
んで、指定されたボリュームのスワップ・インを試みる
ためにＳＷＡＰルーチンを呼び出す。ＳＷＡＰルーチン
が呼び出されるのは、指定されたボリュームを含む光デ
ィスクはドライブ４内にあるが、指定されたボリューム
はそのドライブ４からスワップ・アウトされているから
である。指定されたボリュームが仮想リスト中にない場
合は、ステップ４３４で、その要求が、要求ユーザの指
定されたボリュームに対する新規アクセスであるかどう
かに応じて分岐する。その要求が新規アクセスでない場
合は、ステップ４４２でエラー・メッセージが戻される
。要求が新規メッセージである場合は、ステップ４３７
および４３８で、仮想ドライブ・オプションが使用可能
になっているかどうか、および指定されたボリュームが
活動状態である（すなわち、ユーザ・カウントが正）か
どうかに応じて分岐する。仮想ドライブ・オプションが
使用可能でなく、指定されたボリュームが活動状態であ
る場合は、ステップ４４２でエラー・メッセージが戻さ
れる。そうでない場合は、ステップ４４０で、指定され
たボリュームのユーザ・カウントが増分され、ステップ
４４１でＳＷＡＰルーチンが呼び出される。ＳＷＡＰル
ーチンが完了すると、ステップ４４２でＩＮ　　ＤＲＩ
ＶＥルーチンから戻る。 【００５３】図１５を参照すると、ＳＷＡＰルーチンが
ステップ４５０で開始し、ステップ４５２で、ドライブ
を割り振る必要があるかどうかに応じて分岐する。ドラ
イブ４を割り振る必要がない場合は、流れはステップ４
６３に進む。ステップ４６３で、その要求が、要求ユー
ザの指定されたボリュームに対する新規のアクセスであ
るかどうかに応じて分岐する。要求が新規アクセスでな
い場合は、流れはステップ４６６に飛ぶ。新規アクセス
である場合は、ステップ４６４で、指定されたボリュー
ムに対するユーザ・カウントが増分された後、ステップ
４６６に進む。ステップ４５２でドライブ４を割り振る
必要があった場合、ステップ４５３でＡＬＬＯＣＡＴＥ
ルーチンが呼び出される。ステップ４５４で、ＡＬＬＯ
ＣＡＴＥルーチンの結果に応じて分岐する。ＡＬＬＯＣ
ＡＴＥルーチンが未占有のドライブ４を見つけて予約す
るのに成功した場合、流れはステップ４６６に飛ぶ。Ａ
ＬＬＯＣＡＴＥルーチンがエラー・メッセージを戻した
場合、ステップ４５７で、仮想ドライブ・オプションが
使用可能になっているかどうかに応じて分岐する。仮想
ドライブ・オプションが使用可能でない場合、流れはス
テップ４８７に飛び、ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの結果
が戻される。仮想ドライブ・オプションが使用可能にな
っている場合、ステップ４５９で、ＦＯＲＣＥ　　ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥルーチンが呼び出される。次いでステップ
４６１で、ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの
結果に応じて分岐する。ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅルーチンがエラー・メッセージを戻した場合、ステッ
プ４８７でエラー・メッセージが戻される。ＦＯＲＣＥ
　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンが成功した場合は、流れ
はステップ４６６に進む。 【００５４】ステップ４６６で、指定されたボリューム
が既に割り振られたドライブ４にマウントされているか
どうかに応じて分岐する。指定されたボリュームが既に
割り振られたドライブ４にマウントされている場合は、
流れはステップ４８１に飛ぶ。指定されたボリュームが
まだ割り振られたドライブ４にマウントされていない場
合は、ステップ４６８で、そのドライブ４の占有状況に
応じて分岐する。そのドライブ４が占有されていない場
合、流れはステップ４７４に飛ぶ。そのドライブ４が占
有されている場合は、ステップ４６９で、ＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンを呼び出すことにより、その中の光ディスク
がデマウントされる。ステップ４７１で、ＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンの結果に応じて分岐する。ＤＥＭＯＵＮＴル
ーチンがエラー・メッセージを戻した場合、ステップ４
８７でそのエラー・メッセージが戻される。ＤＥＭＯＵ
ＮＴルーチンが成功した場合は、流れはステップ４７４
に進んで、ＭＯＵＮＴルーチンを呼び出す。ステップ４
７６で、ＭＯＵＮＴルーチンの結果に応じて分岐する。 ＭＯＵＮＴルーチンがエラー・メッセージを戻す場合、
ステップ４８７でそのエラー・メッセージが戻される。 ＭＯＵＮＴルーチンが指定されたボリュームのマウント
に成功した場合は、ステップ４８１で、ステップ４６９
で割り振られたドライブ４からデマウントされたボリュ
ームの活動状態に応じて分岐する。デマウントされたボ
リュームのユーザ・カウントが正である場合、そのボリ
ュームに対して割り振られたドライブ４に関する活動Ｄ
ＣＢ１１４内のボリューム特有の情報が、ステップ４８
２でそれを仮想リストにリンクすることによって保持さ
れ、流れはステップ４８４に進む。デマウントされたボ
リュームのユーザ・カウントが正でない場合は、ステッ
プ４８３で、活動ＤＣＢ１１４内の情報が捨てられ、流
れはステップ４８４に進む。ステップ４８４で、指定さ
れたボリュームに対する仮想リスト用のボリューム特有
の情報が、割り振られたドライブ４に対する活動ＤＣＢ
１１４にコピーされる。ステップ４８６で、割り振られ
たボリュームに関する仮想リスト中の情報が削除され、
ステップ４８７で流れに戻る。ステップ４８２〜４８４
と４８６で必要に応じて活動ＤＣＢ１１４が更新される
ので、通常ならＭＯＵＮＴルーチンおよびＤＥＭＯＵＮ
Ｔルーチンの間に実行されるはずの更新が、ステップ４
６９および４７４でそれらのルーチンを呼び出すときは
阻止されることに留意されたい。 【００５５】図１６を参照すると、ＡＬＬＯＣＡＴＥル
ーチンがステップ５００で開始し、ステップ５０２で、
指定されたボリュームをマウントすべき、空の利用可能
なドライブ４の有無に応じて分岐する。空の利用可能な
ドライブ４がある場合、ステップ５０３で、そのドライ
ブ４にマウントされる準備として、指定されたボリュー
ムのユーザ・カウントが増分され、流れはステップ５１
３に飛ぶ。空の利用可能なドライブ４がこの時点で上記
のマウントのために予約される。空の利用可能なドライ
ブが複数個ある場合は、ライブラリ１の内部データ構造
の検査によって見つかった最初のそのようなドライブが
割り振られる。別の実施例では、ＦＩＦＯ（先入れ先出
し法）、ＬＩＦＯ（後入れ先出し法）、ラウンドロビン
（循環法）、または最小ピッカ行程法など、既知のいず
れかのスケジューリング法を用いて、複数の空の利用可
能なドライブ間で移動を行うこともできる。空の利用可
能なドライブ４がない場合は、ステップ５０６および５
０７で、そのような非活動状態のドライブ４のいずれか
が最後の最小デマウント有資格時間Ｗに活動状態であっ
たかどうかに応じて分岐する。利用可能な非活動状態の
ドライブ４がない場合、あるいはそのようなドライブ４
が見つかったが、時間Ｗの間非活動状態ではなかった場
合、流れはステップ５１３に飛び、エラー・メッセージ
が戻される。利用可能な非活動状態のドライブ４がない
場合、その中の光ディスクをデマウントし、その後指定
されたボリュームをマウントするために、ドライブ４の
１台の活動を中断しても余り利益はないので、エラー・
メッセージが戻される。利用可能な非活動状態のドライ
ブ４はあるが、そのような非活動状態のドライブ４が時
間Ｗの間非活動状態ではなかった場合は、光ディスクは
デマウントされず、エラー・メッセージが戻され、それ
によって断片的に活動状態のシステム適用業務の間にチ
ャーンを防止する。利用可能な非活動状態のドライブ４
で、時間Ｗの間非活動状態であったものがあった場合は
、ステップ５１１で、その中の光ディスクをデマウント
するためにＤＥＭＯＵＮＴルーチンが呼び出される。 そのようなドライブ４が複数見つかった場合は、最も長
時間非活動状態であったドライブ４内の光ディスク（す
なわち、最近に最も使用されていない光ディスク）がデ
マウントされる。ステップ５１２で、マウントされる準
備として、指定されたボリュームのユーザ・カウントが
増分される。ステップ５１３でＡＬＬＯＣＡＴＥルーチ
ンから戻る。 【００５６】最小デマウント有資格時間Ｗは、特定のラ
イブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整する
ことができる。Ｗが０のとき、ステップ５０７で必ずデ
マウントのためステップ５１１に分岐する。デマウント
の直後にデマウントした光ディスクの再マウントが必要
になることがあるというのがそのリスクである。Ｗが非
常に大きいときは、所望通りディスクがデマウントされ
ることは決してない。好ましい実施例では、これらの要
因のバランスを適正に保つため、Ｗを０〜１０秒の間に
設定する。 【００５７】図１７を参照すると、ＦＯＲＣＥ　　ＡＬ
ＬＯＣＡＴＥルーチンがステップ５２０で開始し、ステ
ップ５２２で、利用可能で非活動状態のドライブ４の有
無に応じて分岐する。利用可能で非活動状態のドライブ
４がない場合、流れはステップ５３０に飛び、エラー・
メッセージが戻される。エラー・メッセージが戻される
のは、その中の光ディスクをデマウントし、その後で指
定されたボリュームをマウントするために、ドライブ４
の１台の活動を中断しても余り利益はないからである。 利用可能で非活動状態のドライブ４がある場合は、ステ
ップ５２４および５２６で、いずれかの非活動状態のド
ライブ４が最後の最小デマウント有資格時間Ｗ秒の間活
動状態であったかどうか、あるいはいずれかの非活動状
態のドライブ４が最後の最小仮想ドライブ有資格時間Ｖ
の間活動状態であったかどうかに応じて分岐する。時間
Ｗおよび時間Ｖの間非活動状態であった非活動状態のド
ライブ４がなかった場合、ステップ５３０でエラー・メ
ッセージが戻される。エラー・メッセージが戻されるの
は、光ディスクをデマウントするにはチャーンが発生す
るリスクが高すぎると考えられるためである。時間Ｗお
よび時間Ｖの間活動状態でなかったドライブ４がある場
合は、ステップ５２８で、マウントされる準備として、
指定されたボリュームのユーザ・カウントが増分される
。ステップ５２９で、ＳＷＡＰルーチンが呼び出される
。ＳＷＡＰルーチンが完了すると、ステップ５３０で、
ＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンから戻る。 【００５８】最小仮想ドライブ有資格時間Ｖは、特定の
ライブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整す
ることができる。Ｖが０のとき、ステップ５２６で、仮
想ドライブ・オプションのもとで光ディスクのデマウン
トを試みるためにＳＷＡＰルーチンを呼び出すため、必
ずステップ５２８および５２９に分岐する。デマウント
の直後にデマウントした光ディスクの再マウントが必要
となることがあることがそのリスクである。Ｖが非常に
大きいときは、ステップ５２６で必ずステップ５３０に
分岐し、それによってＦＯＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥ
ルーチンから戻る。Ｖの値がそのように大きいと、ＦＯ
ＲＣＥ　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンが不要になる。好
ましい実施例では、これらの要因のバランスを適正に保
つため、Ｖを０〜３０秒の間に設定する。 【００５９】図１８を参照すると、ステップ２０８で呼
び出されたＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬＵＭＥルーチンが
、ステップ３５０で開始する。ステップ３５１で、指定
されたボリュームがマウントされているドライブ４の活
動状態に応じて分岐する。ドライブ４が活動状態である
場合、流れはステップ３５８に飛ぶ。ドライブ４が非活
動状態である場合は、ステップ３５２で、ドライブ４の
ユーザ・カウントが非活動状態であることを反映するよ
うに減分される。次にステップ３５３で、指定されたボ
リュームが実際にドライブ４にマウントされているか、
それとも仮想ドライブ・オプションのもとでスワップ・
アウトされたかに応じて分岐する。指定されたボリュー
ムが実際にドライブ４にマウントされている場合は、流
れはステップ３５８に飛ぶ。指定されたボリュームが仮
想ドライブ・オプションのもとでスワップ・アウトされ
た場合は、ステップ３５４で、指定されたボリュームの
活動状態に応じて分岐する。指定されたボリュームのユ
ーザ・カウントが正である場合、流れはステップ３５８
に飛ぶ。指定されたボリュームのユーザ・カウントが０
である場合は、仮想リスト中のアクセス情報はもはや不
要であり、ステップ３５６でそれが捨てられた後、ステ
ップ３５８に進む。 【００６０】ステップ３５８〜３６４では、ライブラリ
１内のいずれかの光ディスクを前もってデマウントすべ
きかどうか決定する。ステップ３５８で、ライブラリ１
内での利用可能な未占有のドライブ４の有無に応じて分
岐する。利用可能な未占有のドライブ４がある場合、流
れはステップ３６５に飛び、ＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬ
ＵＭＥルーチンから戻る。将来のマウント要求に応じる
ための未占有のドライブ４が既に存在するので、デマウ
ントは不要である。すべてのドライブ４が占有されてい
る場合、ステップ３６１で、利用可能なドライブ４にマ
ウントされている最近に最も使用されていないボリュー
ムに対する光ディスク・マップへのインデックスが検索
される。次いでステップ３６２で、そのような最近に最
も使用されていないボリュームが最後の事前デマウント
有資格時間Ｘの間に活動状態であったかどうかに応じて
分岐する。そのようなボリュームが最後の時間Ｘの間活
動状態であった場合は、チャーンが発生するリスクが大
きすぎると考えられるので、デマウントは実行されず、
流れはステップ３６５に飛ぶ。そのようなボリュームが
最終時間Ｘの間活動状態ではなかった場合は、ステップ
３６４で、そのようなボリュームを含む光ディスクをデ
マウントするために、ＤＥＭＯＵＮＴルーチンを呼び出
した後、ステップ３６５に進む。データのアクセスは、
しばしば近くに記憶されているデータのアクセスを伴う
ので、最近に最も使用されていないボリュームは、次に
アクセスされる可能性の最も低いマウント済みボリュー
ム（すなわち、デマウントされた場合にチャーンを引き
起こす可能性が最も低いマウント済みボリューム）であ
ると考えられる。デマウントにより、次のマウント要求
に応じるために空のドライブ４が利用できるようになる
。 保留中のマウント要求が存在するかどうかは、ステップ
３５８〜３６４にとって重要ではない。保留中のマウン
ト要求がないときでも、将来のマウント要求を予測して
、光ディスクをデマウント（すなわち、「前もって」デ
マウント）することができる。別の実施例では、すべて
のドライブ４が占有されているとき複数のドライブ４を
空にすることができるが、これはオンライン（すなわち
、マウントされ、回転中）のままに留まる光ディスクの
数が不当に減るので好ましくない。また、１組の閾値数
のドライブ４が占有されているとき、１台または複数の
ドライブ４を前もって空にすることができる。空にされ
るドライブ４の数は、占有されているドライブ４の数を
閾値レベルにまで減らすのに必要な数である。完了する
と、ステップ３６５で、ＲＥＬＥＡＳＥ　　ＶＯＬＵＭ
Ｅルーチンから戻る。 【００６１】事前デマウント有資格時間Ｘは、特定のラ
イブラリの動作特性および動作環境に合わせて調整する
ことができる。Ｘが０のとき、ステップ３６２は、前も
ってデマウントするため必ずステップ３６４に分岐する
。デマウントの直後にデマウントしたディスクの再マウ
ントが必要になることがあるというのがそのリスクであ
る。Ｘが非常に大きいときは、所望通りディスクが前も
ってデマウントされることは決してない。通常ならステ
ップ３６４で前もってデマウントされる資格のある大部
分のディスクがステップ５１１でデマウントされるのを
防止するため、ＸはＷ以上とすべきである。好ましい実
施例では、これらの要因のバランスを適正に保つため、
Ｘを０〜２０秒の間に設定する。ＸがＷより小さい場合
、ステップ３６２は、最近に最も使用されていないボリ
ュームがＷおよびＸの間活動状態であったかどうかに応
じて分岐するはずである。ステップ３６４へ分岐するの
は、最近に最も使用されていないボリュームが最後の時
間Ｗおよび最後の時間Ｘの間に活動状態でなかった場合
だけである。 【００６２】図１９を参照すると、占有されたいずれか
のドライブ４内の光ディスクが、前もってデマウントさ
れるのに十分な遊休状態であるかどうか判定するため、
ドライブ４の活動状態の定期的検査が、ステップ６００
で、コンソール１１の周期的割込みから開始する。好ま
しい実施例では、コンソール１１は１０秒ごとに割り込
まれる。割込みは、図８〜１５に関するライブラリ１の
状況に関係なく実行される。ステップ６０１で、ドライ
ブ４の活動状態に応じて分岐する。このステップは、事
前デマウント有資格時間Ｘがずっと大きな遊休デマウン
ト時間Ｙで置き換えられない点以外は、ステップ３６２
と同様である。ドライブ４が時間Ｙの間非活動状態であ
った場合、流れはステップ６０５に戻る。時間Ｙは時間
Ｘよりずっと大きいので、ステップ６０１で前もってデ
マウントすると決定しても、チャーンが発生するリスク
とはほとんど関係がない。 【００６３】ステップ６０１でいずれかのドライブ４が
時間Ｙの間非活動状態であった場合、ステップ６０２で
、そのような非活動状態のドライブ４にマウントされて
いるすべての光ディスクを前もってデマウントするため
、ＤＥＭＯＵＮＴルーチンが呼び出されてから、ステッ
プ６０５に進む。時間Ｙの間非活動状態であったドライ
ブ４が存在するのは、ライブラリ１が比較的遊休状態に
あるとの指示であると見なされる。遊休期間は、ある種
のデータ処理システムでは夜間や週末など、システム全
体の使用度が低い期間に生じる。このようなとき、ドラ
イブ４内で光ディスクを回転させ続けることは望ましく
ない。ディスクが回転している限り、ドライブ４内のユ
ーザがディスク上のトラックを追従し続け、その結果、
不要なサーボ動作が得られる。駆動モータとレーザは、
有用な作業の実行中ではなくとも、ドライブ４を準備完
了状態に保つ働きをする。この場合は、事前デマウント
は、最近に最も使用されていないディスクだけではなく
、そのような非活動状態のドライブにマウントされたす
べての光ディスクにも適用される。これは、ドライブの
老朽化を軽減する必要が、ライブラリ１が比較的遊休状
態のとき、ディスクをオンラインに維持する必要より大
きいと考えられるためである。したがって、比較的遊休
な期間中にいくつかのディスクを前もってデマウントす
ることにより、ライブラリ１の信頼性が高まる。別の実
施例では、そのようなディスクの回転を落すことにより
、それらをデマウントしてそのホーム記憶セル３に戻す
ことなく、ライブラリ１の信頼性を高めることができる
。 【００６４】遊休デマウント時間Ｙは、ライブラリ１の
動作特性および動作環境に合わせて調整することができ
る。Ｙが０のとき、非活動状態のドライブ４内の光ディ
スクは、そのドライブ４から前もってデマウントされる
。いくつかのディスクを前もってデマウントした直後に
ライブラリ１内の活動状態が増大することがあるのが、
そのリスクである。Ｙが非常に大きいときは、ディスク
が前もってデマウントされることは決してない。Ｙの値
がそのように大きいと、ＩＤＬＥ　　ＤＥＭＯＵＮＴル
ーチンは不要になる。好ましい実施例では、これらの要
因のバランスを適正に保つために、Ｙを１０〜３０分の
間に設定する。別の実施例では、時間Ｙの間に１台また
は複数のドライブ４が未占有であり、１台または複数の
マウント済みのドライブ４が非活動状態にならない限り
、ドライブ４は前もってデマウントされない。未占有状
態のドライブ４の存在は、ステップ３５８〜３６４での
事前デマウント動作の結果生じる。未占有状態のドライ
ブ４がライブラリ１を比較的遊休状態にあると見なす必
要が加わると、ＩＤＬＥ　　ＤＥＭＯＵＮＴルーチンの
もとでデマウントが行われた直後にライブラリ１内の活
動性が増大する可能性は小さくなる。 【００６５】別の実施例では、ライブラリ１を、システ
ム性能ファイルおよびＯＬＭＳＣＢ１１０内で指定され
るように、「固定」モードまたは「適応」モードで動作
するように設定することができる。固定モードの時は、
ライブラリ１は前述のように動作する。適応モードの場
合は、オペレータが時間Ｗ、Ｘ、Ｙと適応モード時間Ｚ
を指定する。Ｚは、前回光ディスクがデマウントされて
以降の時間と比較するための、所定の時間である。マウ
ント時に、前回ディスクがマウントされて以降の時間が
Ｚより小さい場合、再マウントされたディスクは、比較
的活動状態の高いディスクであると見なされ、ステップ
３５８〜３６４に従って前もってそれをデマウントする
ことはできない。このようなディスクは、保留中のマウ
ント要求に応じるためのＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの一
環として、あるいはＩＤＬＥ　　ＤＥＭＯＵＮＴルーチ
ンの一環としてのみデマウントされる。マウント時に、
前回ディスクがマウントされて以降の時間がより大きい
場合は、再マウントされたディスクは、ステップ３５８
〜３６４に従って前もってデマウントされる資格がある
と見なされる。適応モードのとき、ディスクに対するア
クセスの需要が時間の経過と共に変化するので、そのデ
ィスクは調節された事前デマウントを受ける資格をもち
得る。活動状態のより高いディスクがより低いディスク
から動的に分類され、それによってチャーンが発生する
可能性がさらに減少する。 【００６６】適応モード時間Ｚは、特定のシステムの動
作特性に合わせて調整することができる。Ｚが０のとき
、再マウントされたディスクはすべて事前デマウントの
資格があり、ライブラリ１は固定モードで動作する。 Ｚが非常に大きいときは、ディスクは前もってデマウン
トされるのを妨げられる。好ましい実施例では、これら
の要因のバランスを適正に保つためＺを０〜１２０秒の
間に設定する。 【００６７】以上本発明をその好ましい実施例について
説明してきたが、当業者なら理解するように、本発明の
趣旨、範囲および教示から逸脱することなく、細部に様
々な変更を加えることができる。たとえば、本発明を光
ディスク・ライブラリの文脈で開示したが、同様の考慮
により、他のタイプのライブラリに適用可能にすること
ができる。さらに、ドライブと記憶セルの数などライブ
ラリ内で多数の変形を行うことができる。たとえば、代
替実施例では、ライブラリ１は３２個の記憶セル３と２
台のドライブ４を含む。システム制御装置１７がハウジ
ング２の外部に配置され、ハウジングの寸法が縮小され
る。ライブラリ１の残りの特徴は基本的に変わらない。 従って、本明細書に開示した本発明は、頭記の特許請求
の範囲の記載によってのみ限定されるものである。 【００６８】 【発明の効果】本発明により、自動記憶ライブラリを管
理するための改良された方法、ならびにそのための自動
記憶ライブラリが提供される。また、自動記憶ライブラ
リ内でマウント要求に応じるための方法、ならびにその
ための自動記憶ライブラリおよびプログラム装置が提供
される。さらに、自動記憶ライブラリ内で、再マウント
の遅れというリスクを最小にして、データ記憶媒体を一
時的にデマウントするための方法、ならびにそのための
自動記憶ライブラリおよびプログラム装置が提供される
。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の自動光ディスク・ライブラリの正面切
開透視図である。

【図２】コンソール・パネルを外に開き、ファンを取り
除いた以外は図１と同じ図である。

【図３】図１および図２の自動光ディスク・ライブラリ
の背面切開透視図である。

【図４】図３のロボット式ピッカおよびグリッパの拡大
図である。

【図５】図１ないし４の光ディスク・ライブラリのハー
ドウェアの概略図である。

【図６】図１ないし５の光ディスク・ライブラリのシス
テム制御装置の概略構成図である。

【図７】図１ないし５の光ディスク・ライブラリ内のフ
ァイルに対する経路指定の例を示す図である。

【図８】初期設定中に作成される内部データ構造の概略
構成図である。

【図９】本発明に基づく、光ディスク・ライブラリのシ
ステム制御装置の、その上側インタフェースで受け取っ
たネットワーク要求をその下側インタフェースでＳＣＳ
Ｉコマンド・パケットに変換する際の動作を示す流れ図
である。

【図１０】代表的なＩＦＳ入口点に対する図９の高レベ
ル動作を示す流れ図である。

【図１１】図１０で呼び出されるＰＡＲＳＥルーチンの
流れ図である。

【図１２】図１０で呼び出されるＲＥＡＤＹ　　ＶＯＬ
ＵＭＥルーチンの流れ図である。

【図１３】図１２で呼び出されるＩＮ　　ＣＥＬＬルー
チンの流れ図である。

【図１４】図１２で呼び出されるＩＮ　　ＤＲＩＶＥル
ーチンの流れ図である。

【図１５】図１２で呼び出されるＳＷＡＰルーチンの流
れ図である。

【図１６】前記の諸ルーチンで呼び出されるＡＬＬＯＣ
ＡＴＥルーチンの流れ図である。

【図１７】前記の諸ルーチンで呼び出されるＦＯＲＣＥ
　　ＡＬＬＯＣＡＴＥルーチンの流れ図である。

【図１８】図１０で呼び出されるＲＥＬＥＡＳＥ　　Ｖ
ＯＬＵＭＥルーチンの流れ図である。

【図１９】本発明の一実施例によるＩＤＬＥ　　ＤＥＭ
ＯＵＮＴルーチンの流れ図である。

【符号の説明】

１　　光ディスク・ライブラリ ２　　ハウジング ３　　光ディスク記憶セル ４　　内部光ディスク・ドライブ ５　　ロボット式ピッカ ６　　グリッパ ９　　スロット １０　　外部光ディスク・ドライブ １１　　コンソール １２　　キーボード １７　　システム制御装置 ３０　　システム・プロセッサ