JPH0683706A - シスプレックス共用データ・コヒーレンシを維持する方法 - Google Patents

シスプレックス共用データ・コヒーレンシを維持する方法

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Abstract

(57)【要約】 【目的】 共用電子メモリにデータがキャッシュされる
マルチシステム・データ共用複合体を動作させる方法の
提供。 【構成】 高速キャッシュは、上記複合体内の独立に動
作するデータ・システムによって共用される。各データ
・システムは、高速キャッシュと低速の上位レベル記憶
域にアクセスできる。高速キャッシュの管理論理装置
は、キャッシュ入力データのブロックが、上位レベル記
憶域から取り出されたページの以前のバージョンで重ね
書きされないようにする。ＣＰＣ中に無効化ビットを供
給し、ＳＥＳとＣＰＣの両方にコマンド機能と制御を提
供し、その両方にあるデータ項目の無効化を制御して、
任意のデータ項目の最新バージョンは、シスプレックス
内の任意のＣＰＣによってアクセスまたは更新され、シ
ステム内でデータ・コヒーレンシを維持する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、中央処理複合体（ＣＰ
Ｃ）が共用するデータを格納するための電子式ランダム
・アクセス記憶装置を含む共用電子記憶（ＳＥＳ）機構
に接続されたローカル・バッファを有する複数のＣＰＣ
を備えた、システム複合体（シスプレックス）における
データ・コヒーレンシの維持に関する。
【０００２】本発明は、マルチシステム・データ共用複
合体にサービスするキャッシュにデータをキャッシュす
ることに関する。詳しくは特に、本発明は、１つのデー
タベース・システムにより、データ・ページを、別のシ
ステムが後で同一のページのコピーをキャッシュしよう
と試みる可能性を考慮したうえで、共用キャッシュにキ
ャッシュすることに関する。本発明は、そのような条件
を検出し、ページの以前のコピーが共用キャッシュに入
れられないようにする技術に関する。
【０００３】
【従来の技術】通常、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
する記憶アレイから構成されている。そのような記憶域
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。キャッシュ内のデータ・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（最も以前に使用された）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。既知の種類のハードウェア・キャッ
シュは、中央演算処理装置（ＣＰＵ）およびＤＡＳＤ
（直接アクセス記憶装置）の中で使用されている。多数
のコンピュータ・システムの主記憶装置（ＭＳ）は、実
アドレスまたは仮想アドレスを使用するＣＰＵキャッシ
ュ用のデータ・ブロックとして全体的または部分的にア
クセスされる、データ行に区分されている。キャッシュ
中のデータは、データ・ブロック内のデータに対する記
憶要求、取出し要求、および更新要求によってアクセス
される。キャッシュ・ディレクトリに対する競合するデ
ータ要求は、キャッシュに対する要求に優先順位を付け
ることによって調停される。
【０００４】ＤＡＳＤキャッシュは通常、ＤＡＳＤトラ
ックと等しいブロックに区分される。キャッシュ・ディ
レクトリに対するデータ要求は、読取りまたは書込み入
出力動作である。競合する要求は、ＤＡＳＤ制御装置中
の記憶域制御機構によって調停される。
【０００５】ＣＰＣ階層におけるＤＡＳＤ型のキャッシ
ュは、Ｃ．Ｐ．グロスマン（Grossman）の論文"Cache-D
ASD Storage Design for Improving System Performanc
e"、IBM Systems Journal、第２４巻、３／４（１９８
５年）に記載されている。
【０００６】キャッシュ付きのマルチプロセッサおよび
キャッシュなしのマルチプロセッサは、システム中での
データの保全性を維持するためのコヒーレンス制御機構
を備えていた。これらのプロセッサで使用される相互問
合せおよび相互無効化（ＸＩ）動作は、本発明で使用す
るものとは異なる。
【０００７】データ・コヒーレンス問題の一般的な解決
策は、現在変更済みのコピーを除くすべてのコピーを無
効化しなければならないことでよく知られている。その
ような無効化動作中、システム動作の性能が大幅に低下
する点を含めて、多くの問題が頻繁に発生している。性
能低下のより具体的な原因としては、以下のことがあ
る。
【０００８】１．他のコピーが検査され無効化されるの
を待たないと変更プロセスが完了できないために、トラ
ンザクションがレコードを変更する際に大幅な遅延が生
じる。
【０００９】２．プロセッサが他のコピーの無効化を実
行するのに、長時間に及ぶオーバーヘッド処理を要す
る。
【００１０】３．レコードを変更するトランザクション
の範囲を超える無効化を実行し、無効化すべきコピーに
関係しない他のトランザクションおよびその資源が使用
不能になる。
【００１１】独立して動作する複数のコンピュータ・シ
ステムがデータを共用するデータベース・システムにお
いて、様々なシステムにおけるデータのコヒーレンシを
維持するには大域ロッキングが必要である。Ａ．Ｊ．バ
ン・デ・ゴア（van de Goor）は、その著COMPUTER ARCH
ITECTURE AND DESIGN、アディソン・ウェズリー刊（１
９８９年）で、データ・コヒーレンシの問題を、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、データをローカル側で変更する機会があるの
で、データの矛盾するコピーが複数存在する可能性が生
じる問題であると論じている。
【００１２】データ・コヒーレンシ問題の解決策がいく
つか提案されている。これらはすべて本質的に、中央位
置から取り出すデータに対して大域ロックが存在するこ
とを基礎にしている。データがページネーションされて
いるものとすると、ディスク上に格納されたデータを共
用するマルチコンピュータ・システムの１つのコンピュ
ータ・システムが、あるデータ・ページに対する大域ロ
ックを獲得し、そのページを取り出して更新する。この
ロックは、そのページを更新のために獲得したことを他
のコンピュータ・システムに知らせる。ページのロック
解除を行う前に、ロックを保持しているコンピュータ・
システムは、ディスクにページを書き込み、その後、メ
ッセージを生成して他のコンピュータ・システムに送
り、それらのローカル・キャッシュに保持されているペ
ージのコピーをすべて無効化しておく。ページに対する
ロックは、ページにアクセス可能な他のすべてのコンピ
ュータ・システムから肯定応答を受け取らないかぎり解
除されない。この解決策は、本願の出願人に譲渡された
米国特許第４３９９５０４号および第４９６５７１９号
で詳細に記載されている。本出願人から市販されてい
る、この解決策を取り入れた市販の製品に、データ共用
機能を備えたＩＭＳ／ＶＳシステムがある。
【００１３】従来の大域ロッキング・システムは、デー
タ・コヒーレンシを維持する上で大きな利点をもたら
す。しかし、このシステムに固有のオーバーヘッド上の
不利益として、ページを更新する際に入出力手順を実行
する必要があり、また入出力手順の後にメッセージの交
換を行って、他のシステムに通知しロックを解除する必
要があることが挙げられる。
【００１４】従来技術の大域ロッキングは、非データ共
用単一システムに使うとき、トランザクションを完全に
コミットするにあたり、データ更新を行う各トランザク
ションが、ログ・レコードと共に変更済みデータを記憶
域に書き込む必要があるコミット方式を実施することに
より、トランザクション間のデータ・コヒーレンシ（一
貫性）を維持しているので、依然として余計なオーバー
ヘッドを生じている。これには、各変更トランザクショ
ンにおいて１ページ当たり１つの入出力手順が必要であ
り、オーバーヘッド・コストが増大することになる。
【００１５】これとは対照的に、ＩＢＭ ＤＢ２を非デ
ータ共用単一システムに使用する場合、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
き戻す入出力プロセスは必要でない。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域にアクセ
スするというデータ共用状況で上述のプロトコルを使う
と、記憶域に書き戻す必要があり、かつメッセージ遅延
が発生するため、性能が大きく低下する可能性がある。
この点に関しては、Ｃ．Ｊ．デート（Date）のAN INTRO
DUCTION TO DATABASE SYSTEMS、第Ｉ巻、５９３〜５９
５頁、アディソン・ウェズリー刊、（１９８６年）所載
の並行性についての議論を参照されたい。
【００１６】複数の記憶レベルを備えたマルチコンピュ
ータ・データ共用システムにおいて、第１の記憶レベル
は、独立して動作するコンピュータ・システムが共用す
る１つまたは複数の直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）
から構成されると考えられている。階層構造の記憶シス
テムの通常の命名法では、ＤＡＳＤおよび他のそのよう
な記憶機構は「２次」記憶域と分類されている。この場
合、２次記憶域には、データを、「１次」記憶域に移動
しておかないとＣＰＵが直接参照できない機構がすべて
含まれる。デティアル（Ｄｅｔｉａｌ）著OPERATING SY
STEMS、第２版、アディソン・ウェズリー刊（１９９０
年）を参照されたい。さらに、キャッシング技術は、共
用データ用の高速かつ頻繁にアクセスされる記憶域を提
供するのに役立つと考えられている。様々な理由で、デ
ータは、ＤＡＳＤから取り出された後、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。この場
合、共用キャッシュは、マルチコンピュータ・データ共
用システムの１次記憶レベルに含まれる。
【００１７】このような構造中では、あるコンピュータ
・システムが、ＤＡＳＤのあるデータ・ブロックを、別
のシステムがそれを取り出し変更してからキャッシュし
たがまだＤＡＳＤに戻していないときに、取り出してキ
ャッシュしようとする場合に危険が生じる。この場合
に、ＤＡＳＤから取り出される古いブロックは、キャッ
シュ内の更新されたブロックの「ダウン・レベル」バー
ジョンと呼ばれる。課題は、更新されたブロックがダウ
ン・レベル・バージョンによって重ね書きされないよう
にし、かつＤＡＳＤバージョンをロックしなくて済むよ
うにするにはどうすればよいかである。
【００１８】通常、大域ロッキング・プロトコルは、デ
ータベース・システムが、データ共用状況において当該
レコードへのアクセスを逐次化するときに使用する。本
発明者等は、逐次化を引き続き使用することを考えてい
る。また、通常、様々なデータベース・システムからの
ページへの更新を逐次化するため、ページに対する大域
ロッキングを行う。本発明において逐次化を避けている
のは、様々なデータベース・システムが２次記憶域のダ
ウン・レベル・ページを共用キャッシュに挿入できるよ
うにするためである。
【００１９】大域ロッキング・プロトコルについて
は、"Integrated Concurrency and Shared Buffer Cohe
rency Control for Multi-System"と題するＩＢＭ Ｔ
ＤＢ、（１９８６年３月、４６４２〜４６５０ページに
所載の論文に記載されている。この論文では、中央並行
性およびコヒーレンシ制御装置と称する制御装置（プロ
セッサ）について述べている。この制御装置は、１つま
たは複数のシステム・ローカル・バッファまたは共用メ
モリあるいはその両方に書き込まれた各データ項目に対
して、複数の状態を維持する。本発明では、コヒーレン
シ制御に中央制御装置を使用せず、コヒーレンシ制御が
必要なデータを格納するローカル・バッファを持つシス
テムにコヒーレンシ制御を分配し、分配した位置を、す
べてのシステムがアクセス可能なキャッシュ・ディレク
トリ項目にリストする。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】本発明の主要な目的
は、共用データ・マルチコンピュータ・システムにおい
て、共用キャッシュ（ＳＥＳ）内のデータのページが、
他の共用データ記憶域資源から取り出されたそのページ
の以前のバージョンで重ね書きされないようにする方法
および構造を提供することである。
【００２１】本発明の重要な利点は、ＤＡＳＤアクセス
用の既知の方法および構造を保持しながら、ＤＡＳＤか
ら取り出され、複数のコンピュータ・システムが共用す
るメモリ（ＳＥＳ）にキャッシュされた、データの保全
性を維持できることである。
【００２２】本発明の重要な目的は、共用電子メモリ
（ＳＥＳ）にデータをキャッシュする、マルチシステム
・データ共用複合体の動作方法を提供することである。
【００２３】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。シス
プレックス内のどのＣＰＣも、ＩＢＭプロセッサ資源／
システム管理（ＰＲ／ＳＭ）システムなどにより、異な
る複数のＯＳ間でその資源を論理的に区分して、単一の
ＣＰＣ内で独立した多数の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
上で走行するどんな組合せのＯＳをもつこともあり、た
とえばあるＣＰＣはそれぞれ１つのＯＳをもち、他のＣ
ＰＣはそれぞれ互いに独立して走行する複数のＯＳをも
つ。ＩＢＭ ＤＢ２、ＤＦＰ、ＩＭＳ、ＶＳＡＭなどの
サブシステムを含めて、１つまたは複数のサブシステム
が、どのＣＰＣ内のどのＯＳの下でも走行できる。
【００２４】同一のデータベース・サブシステム・プロ
グラムの異なるコピーが、異なるＣＰＣで同時に独立し
て走行できる。本発明によれば、これらの異なるプログ
ラムは、データベース内の同一のまたは異なるデータ要
素またはレコードにアクセスできる。これらの要素は、
異なるＣＰＣのＭＳ／ＥＳローカル・キャッシュ（Ｌ
Ｃ）内に同時に存在可能である。
【００２５】本発明の主要な目的は、以下のことによっ
て、シスプレックスの性能を大幅に低下させずに、シス
プレックス内の任意のＣＰＣローカル・キャッシュに常
駐するデータ・レコードのコピーに対してコヒーレンス
情報および無効化要求制御を提供することである。
【００２６】１．ＣＰＣローカル・キャッシュ内のデー
タにアクセスするトランザクションに対するコヒーレン
ス制御遅延を回避する。
【００２７】２．コヒーレンス制御用にＣＰＣ内でわず
かな処理しか使用しない。
【００２８】３．コヒーレンス制御の範囲を、シスプレ
ックス内の、コヒーレンス制御を必要とする可能性のあ
るＣＰＣローカル・キャッシュ・バッファだけに制限す
る。
【００２９】４．ローカル・キャッシュ・バッファの参
照が要求されたとき、ＳＥＳの要求するコヒーレンス制
御動作をどのＣＰＣでも実行できるようにする。これに
よって、ＣＰＣ処理の中断が避けられ、要求されたコヒ
ーレンス動作に関係のない作業を行うことができる。
【００３０】マルチシステム・データ共用システムで
は、第１のコンピュータ・システム上で実行するデータ
ベース・システムが、共用キャッシュ内の更新済みペー
ジをキャッシュでき、同時に別のデータベース・システ
ムが、ＤＡＳＤから取り出した同一ページのコピーのキ
ャッシュを試行できる。本発明は、そのような条件を検
出し、ロッキングなどの逐次化機構なしで、ＤＡＳＤか
ら取り出したコピーが入力されないようにする。
【００３１】
【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は、シスプレ
ックス・システムを表している。このシステムは、１つ
以上の任意の数のコンピュータ処理複合体（ＣＰＣ）を
表す、ＣＰＣ−１ないしＣＰＣ−Ｍの複数のＣＰＣを備
えている。ＣＰＣはすべて、１つまたは複数のＳＥＳ
（共用電子記憶）装置に接続されている（このうち、１
つのＳＥＳ装置１０１を図１に示す）。
【００３２】各ＣＰＣは図２に示すタイプのものであ
り、エンタープライズ・システム体系／３９０解説
書（"Enterprise Systems Architechture（ＥＳＡ）／
３９０ Principles of Operations（ＰＯＰ）"に指定さ
れているＩＢＭ ＥＳＡ／３９０アーキテクチャーに従
って設計された、現在市販中のＩＢＭ ＥＳ／９０００
モデル９００のようなマルチプロセッサとすることがで
きる。この解説書は、資料番号ＳＡ２２−７２０１−０
０でＩＢＭから入手可能である。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。いずれ
かのＣＰＣが複数のオペレーティング・システムを有す
る場合、その資源は、ＩＢＭ ＰＲ／ＳＭ機能を使用す
る際、複数のオペレーティング・システム間で論理的に
区分される。システム間チャネル（ＩＳＣ）が、ＳＥＳ
１０１と、ＣＰＣ１ないしＣＰＣＭとの間に接続されて
いる。ＣＰＣに接続されているＩＳＣ１０６−１ないし
１０６−Ｍは、ＣＰＣのマイクロコード／ハードウェア
の間で信号をやり取りする。
【００３３】シスプレックス内の各ＣＰＣは、記憶域階
層で動作する。この階層はたとえば、ＣＰＣの各ＣＰＵ
内の専用高速ハードウェア・キャッシュ（２０１−１お
よび２０１−Ｎ）と、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２
０２と、ＣＰＣ内のすべてのプロセッサが共用する主記
憶装置（中央記憶装置ということもある）（ＭＳ）２０
４と、ＭＳと関連しているがＭＳにアドレスできないハ
ードウェア記憶装置（ＨＳＡ）２０５を含むことができ
る。ただし、ＤＡＳＤは、シスプレックス内のどのＣＰ
Ｃもグループ内のどのＤＡＳＤにもアクセスできるよう
にするＤＡＳＤ制御機構によってグループ分けされてい
る。これを本明細書では、「シスプレックスＤＡＳＤ」
２０７という用語で呼ぶ。
【００３４】本発明に関するかぎり、ＭＳ／ＥＳ記憶域
の組合せは、ＣＰＣ内部の単一ランダム・アクセス記憶
装置とみなすことができる。なぜなら、ＭＳ内のページ
（４ＫＢ単位）は、ＥＳページおよびＤＡＳＤページで
バックアップされ、かつこれらのページは、プログラム
が「ページイン／ページアウト」や「ページ移動」など
の命令を使用してＭＳ、ＥＳ間で迅速にやり取りすれば
スワップ可能であり、それによってＥＳのレコードとＭ
Ｓのレコードが同じユーザ動作に属するときそれらを区
別する必要がなくなり、同一のＣＰＣキャッシュ内にあ
るとみなすことができるという概念を使用しているから
である。
【００３５】拡張記憶域（ＥＳ）２０６は、ＭＳ２０４
に接続されており、４ＫＢページ単位でアドレスされる
データを格納する。ＤＡＳＤディレクタ２０７は、ディ
スク記憶装置ＤＡＳＤ−１ないしＤＡＳＤ−Ｋ上へのデ
ータの格納を制御するためにＭＳ２０４に接続されてい
る。ＤＡＳＤディレクトリ２０７は、シンプレックス内
のすべてのＣＰＣと、図のＤＡＳＤバンク内のすべての
ＤＡＳＤとの間のデータの流れを制御し、シスプレック
ス内の他のＣＰＣが書き込むレコードを含めて、どのＣ
ＰＣもどのＤＡＳＤ上のどのレコードにもアクセスでき
るようにする。これらの記憶域はそれぞれ、その速度／
容量特性に応じて、図の記憶階層に示す位置に配置され
る。
【００３６】ＣＰＣ／ＳＥＳ物理接続２０８は、１端が
当該のＣＰＣ内のＭＳ制御装置に接続され、他端がＳＥ
Ｓ装置に接続された各チャネルによって実現されてい
る。各チャネル・バスは、直列光ファイバで構成でき
る。このバスは、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にデータを
「ストライプ」（インターリーブ）することもできる。
【００３７】ハードウェア的な意味において、ＳＥＳ
は、それに接続されたすべてのＣＰＣが共通に使用可能
な大規模なランダム・アクセス・メモリとみなすことが
できる。接続されたＣＰＣは、ＳＥＳを使用して、共用
データ・レコードおよびファイルを一時的または半永久
的に格納できる。したがって、ＳＥＳは、ＳＥＳに付加
されたすべてのＣＰＣに共通の階層レベルを持ち、ＣＰ
Ｃ内のＥＳレベルにおおよそ該当する、システム内の記
憶階層の一構成要素であるとみなすことができる。
【００３８】本発明を使用するシスプレックスにおい
て、１つまたは複数のＳＥＳエンティティが、シスプレ
ックス内のあらゆるＣＰＣのＭＳ／ＥＳに物理的に接続
できる。シスプレックス内のＣＰＣをすべてＳＥＳに接
続しなければならないわけではない。たとえば、あるＳ
ＥＳを同じプログラミング・サブシステムを稼働する１
つのＣＰＣグループだけに接続し、各ＣＰＣグループを
シスプレックス内の異なるＳＥＳに接続して、複数のプ
ログラミング・サブシステムを実行することができる。
【００３９】本発明の基本的特徴は、通常、シスプレッ
クス共通ＤＡＳＤに格納された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物理接続が直接階層経路中になくて
もよい。シスプレックス内のどのＣＰＣも、共通ＤＡＳ
Ｄ記憶域からよりもはるかに高速にＳＥＳからのレコー
ドにアクセスできる。つまり、ＳＥＳ内では、データ要
素またはレコードに迅速にアクセスでき、トラック間で
のヘッドの移動を待ったり、トラックの回転が要求され
たＤＡＳＤレコードに達するのを待つなどの、ＤＡＳＤ
で見られる電気機械的遅延がない。
【００４０】ＳＥＳは、１つまた複数のプロセッサまた
はマイクロプロセッサを含んでいる。これらのプロセッ
サは、ＳＥＳに送られるＣＰＣコマンドが提供するメッ
セージ中で受け取ったパラメータの制御下で、ＳＥＳ内
のすべての動作を実行する。ＳＥＳに格納されたプログ
ラムまたはマイクロプログラムは、ＳＥＳによって実行
されるものとして記述される、本発明のプロセスを実現
するために実行される。
【００４１】ＳＥＳキャッシュを割り振るための特殊コ
マンドが、設けられている。また、様々なプログラムを
使用する付加ＣＰＣグループが共用するデータを当該の
キャッシュに処理させるなどして、同一のＳＥＳ内で複
数のキャッシュを割り振ることができる。
【００４２】各ＳＥＳキャッシュは、ディレクトリ１０
２とデータ域１０３とローカル・キャッシュ・レジスタ
１０４とキャッシュ制御機構１０５を備えている。キャ
ッシュのデータ域部分を使用しない場合、そのサイズを
ゼロにすることができる。ＳＥＳキャッシュ内の各有効
ディレクトリ項目には、ＳＥＳに付加されたＣＰＣのい
ずれかによってＳＥＳ中に登録されたデータ要素の名前
が格納される。ＳＥＳは、登録されたデータ要素中のデ
ータのコピーを含むことも含まないこともある。ＳＥＳ
に登録された名前は、シスプレックス内の１つまたは複
数のＣＰＣ内のデータ要素の１つまたは複数のコピーの
名前でもある。さらに、このディレクタ名はまた、ＤＡ
ＳＤディレクタ２０７に接続されたＤＡＳＤバンクのＤ
ＡＳＤ−１ないしＤＡＳＤ−Ｋのうちの１つに格納され
た（あるいは、これから格納される）データ要素のコピ
ーをも識別する。
【００４３】データ要素名は、そのデータ要素がＳＥＳ
に格納されているかどうかと無関係に、ＳＥＳがデータ
要素のデータ・コヒーレンスを制御するために使用す
る。ＳＥＳがシスプレックス内のデータ要素のデータ・
コヒーレンスを実現するには、ＳＥＳにデータ要素名を
登録する必要がある。ＳＥＳがデータ・コヒーレンスを
実現するのに、ＳＥＳにデータ要素自体を格納する必要
はない。
【００４４】本発明では、様々な中央処理複合体（ＣＰ
Ｃ）のメモリ内および１つまたは複数の共用電子記憶域
（ＳＥＳ）エンティティ内にプログラム制御式キャッシ
ュ（バッファ）を設ける、キャッシュ手法を使用する。
これらのキャッシュのサイズは、それぞれ異なってもよ
く、キャッシュを含むエンティティのハードウェア構造
を変更せずに変更できる。これらのキャッシュ間でデー
タ・コヒーレンスが維持される。さらに、１組のキャッ
シュが、すべてのＣＰＣまたはＳＥＳキャッシュと接続
されたＣＰＣ上に常駐できる。データ・コヒーレンス
は、ローカル・キャッシュ作成時に各ローカル・キャッ
シュに関して実行される明示的なローカル・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た、
すべてのローカル・キャッシュの間に維持され、ローカ
ル・キャッシュを切断しないかぎり継続する。ローカル
・キャッシュの数は、時間の経過と共に変えることがで
きる。
【００４５】ローカル・キャッシュ構造体：任意のＣＰ
Ｃ内の実行プログラムが、ＣＰＣのＭＳ／ＥＳのローカ
ル・キャッシュ内の１つまたは複数の割振り済みローカ
ル・キャッシュ・バッファ（ＬＣＢ）１０７Ａ、１０７
Ｂ、および１０７Ｃを使用して、ＣＰＣによって生成さ
れ、バックアップされ、取り出され、あるいは格納され
た、最近使用されているデータ要素およびレコードを取
り込む。またシスプレックス内の任意のＣＰＣが、その
中央プロセッサおよび入出力プロセッサ上で複数の種類
のプログラム（たとえばＤＢ２とＩＭＳ）を同時に実行
させることができる。次に、ＣＰＣ内のこれらの複数の
実行プログラムは、もっとも最新にアクセスされたデー
タ要素およびレコードが入ったＣＰＣのＭＳ／ＥＳ中
に、それ自体のＬＣＢを割り振ることができる。したが
って、様々なＬＣＢの組合せを異なる種類のプログラム
が使用でき、これらのＬＣＢはシスプレックス内の１つ
または複数のＣＰＣのＭＳ／ＥＳ内に同時に存在するこ
とができる。「ローカル・キャッシュ」（ＬＣ）という
用語は、本明細書では、ＣＰＣプログラミング・サブシ
ステムによってセットアップされ使用されるＬＣＢの集
合を指すのに使用する。
【００４６】各ＬＣＢの割振りおよびサイズは、ＣＰＣ
内で使用される当該のそれぞれのプログラムに依存す
る。ＬＣＢは、異なるＬＣ内でサイズおよび数が異なっ
てもかまわない。どのローカル・キャッシュ・バッファ
でも、プログラム実行中に異なるサイズに変更できる。
【００４７】ＳＥＳに付加されたローカル・キャッシュ
は、ＳＥＳに論理的に付加されるとき、オペレーティン
グ・システムがＬＣに一意に割り当てるローカル・キャ
ッシュ識別子（ＬＣＩＤ）によって、ＳＥＳ内で識別さ
れる。ＬＣＩＤは、ＳＥＳキャッシュのローカル・キャ
ッシュ制御機構１０５に保管される。ローカル・キャッ
シュ制御機構は、付加された各ローカル・キャッシュに
関する情報をＳＥＳが維持するために使用される。
【００４８】本発明は、バッファに格納されたデータへ
のアクセスがプログラミングによって要求されるとき、
各ＣＰＣがローカル・キャッシュ・バッファの妥当性を
判定できるように、様々なＣＰＣ内のＭＳ／ＥＳバッフ
ァ間で共用されるデータのコヒーレンスを要求する、Ｓ
ＥＳの無効化シグナリング制御機構を提供する。ローカ
ル・バッファの初期設定中、プログラムにＳＥＳキャッ
シュへのアクセスを許可するために、オペレーティング
・システム・サービスが呼び出される。これらのオペレ
ーティング・システム・サービスは、ローカル・キャッ
シュおよびそのＳＥＳキャッシュへの付加を一意に識別
するのに使用されるローカル・キャッシュ識別子を割り
当てる。
【００４９】オペレーティング・システム・サービスは
また、ＣＰＵ命令（ベクトル定義ＤＶ）を呼び出して、
ハードウェア・システム域（ＨＳＡ）内にビット・ベク
トル（コヒーレンス・ベクトル（Ｖ）と呼ぶ）１０８
Ａ、１０８Ｂ、１０８Ｃを作成させる。このコヒーレン
ス・ビット・ベクトルを定義する命令が完了すると、ロ
ーカル・キャッシュ・トークン（ＬＣＴ）が返される。
ＣＰＣ内の特定のＬＣと関連する、ＨＳＡ内の新規コヒ
ーレンス・ベクトル・ビットの位置を表す、各新規コヒ
ーレンス・ベクトル・ビットの新規項目が、ＨＳＡテー
ブル（Ｔ）２０９（図２ではＨＳＡ２０５のテーブルＴ
として示す）に置かれる。ローカル・キャッシュがＳＥ
Ｓキャッシュに付加され、ローカル・キャッシュ制御機
構１０５に格納されるとき、オペレーティング・システ
ムによってＳＥＳにＬＣＴおよびＬＣＩＤが提供され
る。
【００５０】ＣＰＣは、そのＨＳＡ内のどのベクトルの
サイズをも任意の必要なサイズに変更できる。これは、
ＣＰＣがそのプログラマブル・メモリ内の関連するＬＣ
のサイズを変更するときに実行される。
【００５１】ローカル・キャッシュは、そのＣＰＣ内
で、それぞれ当該のＬＣＤ項目を介してアクセスされ
る、当該のＬＣＢを指すポインタ（アドレス）を含む複
数の項目から成るローカル・キャッシュ・ディレクトリ
（ＬＣＤ）によって、管理される。どのＣＰＣも、各Ｌ
ＣＢ中にデータ要素を格納し、データ要素に一意の名前
を割り当てることができる。この名前は、そのＬＣＢに
関連するＬＣＤ項目に入れられる。このデータ要素名
は、そのデータ要素のサイズとは無関係に、ＳＥＳへの
登録時に、ＳＥＳと通信するためにデータ要素のアドレ
スとして使用される。ＳＥＳとインターフェースをとる
ために呼び出されるオペレーティング・システム・サー
ビスは、データ項目の名前がＳＥＳキャッシュに首尾よ
く登録されたとき、ＣＰＵ命令（ベクトル項目設定ＳＶ
Ｅ）を使用して、コヒーレンス・ベクトル・ビットを設
定する。
【００５２】ローカル・キャッシュ・バッファに、シス
プレックス内のＣＰＣ間で共用されるデータ要素が格納
されているとき、プログラミングは、コヒーレンシ・ベ
クトルのビットをＬＣＢと関連付ける。コヒーレンシ・
ベクトル内の項目を、ローカル・キャッシュ項目番号
（ＬＣＥＮ）と呼ぶ。各ＬＣＤ項目は、ＣＰＣおよびＳ
ＥＳがローカル・キャッシュのＬＣＢの区別に使用す
る、当該のローカル・キャッシュ項目番号（ＬＣＥＮ）
をもつ。各ＬＣＤ項目は、そのＬＣＢ内容の有効／無効
状態を示す。
【００５３】ＣＰＣは、ＭＳ２０４およびＨＳＡ２０５
の記憶制御装置（図示せず）を介してＳＥＳに物理的に
接続されている。この記憶制御装置は、付加されたＳＥ
Ｓからチャネル（図２における２０８および図１におけ
る１０６−１ないし１０６−Ｍ）によって伝送されるＬ
ＣＴ値およびＬＣＥＮ値によって、ＨＳＡ中のベクトル
・ビット位置にアクセスするための、ＨＳＡ２０５への
マイクロコード・アドレス可能性を有する。ＨＳＡ２０
５内のテーブル（図２の２０９のＴ）は、チャネルから
受け取ったＬＣＴ／ＬＣＥＮ値を、ＨＳＡ内の対応する
コヒーレンス・ベクトル・ビット位置に変換する。
【００５４】ローカル・キャッシュ・コヒーレンシ：本
発明は、ＣＰＣ内の様々なＬＣＢ中にあるデータ要素の
複数のコピーが同時に存在するとき、シスプレックス・
データの複数バージョンによる汚れを防止する。すべて
のＣＰＣがレコードの読取りだけを行うかぎり、それぞ
れのＬＣＢ中であるレコードの複数のコピーが許され
る。第２のコピーが変更されずに任意の他のＬＣＢ中に
同時に存在できるとき、任意のＬＣＢ中でデータ要素が
変更されると、汚れが発生する。これは、同じデータ要
素の異なるバージョンが２つ存在するからである。この
場合、第２のコピーに加えられた変更が第１のコピーに
加えられた変更と累積されず、新規バージョンの１つを
ＤＡＳＤに戻して格納することによってコミットしない
かぎり、更新されていない共通ＤＡＳＤ内のコピーも含
めて、すべてのコピーが誤ったものになる。
【００５５】この複数バージョンによるデータの汚れ
は、変更された１つのＬＣＢコピーを除き、すべてのＬ
ＣＢコピーが無効にされる場合は回避できる。その場
合、残った１つのコピーが、すべての変更を受け取り、
任意のＣＰＣに存在するデータ要素の最新バージョンを
表す。なぜなら、そのコピーだけが任意の変更を受け取
り、そのコピーだけが共通ＤＡＳＤに戻して格納したと
き、システム内のレコードの最新のコピーを表すことが
できるからである。
【００５６】複数バージョンによる汚れの回避を本明細
書では「データ・コヒーレンスの維持」と呼ぶ。変更さ
れるコピーを除き、レコードの未解決のすべてのコピー
を無効化することが、レコード内での複数バージョンに
よる汚れを防ぐための、一般に受け入れられた解決法で
ある。
【００５７】複数バージョンによる汚れを防止するた
め、本発明では、どのＣＰＣでも、シスプレックス共通
ＤＡＳＤ内のレコードにアクセス（読取りまたは書込
み）したい場合、まずそのレコードをＳＥＳディレクト
リに登録し、好ましくは、ＳＥＳ内にこのレコードが存
在する場合、そこからそのレコードを読み取ることを必
要とする。
【００５８】各ＣＰＣ内のプログラムは、それに組み込
まれた任意の方式で、ＣＰＣ内だけで処理されるデータ
のコヒーレンシを維持するように動作する。この方式
は、本発明とは独立して事前にプログラム内に設けてお
くことができる。したがって、本発明によりシスプレッ
クス内に設けられるデータ・コヒーレンス制御機構は、
各ＣＰＣ内に事前に存在するデータ・コヒーレンス制御
機構に追加されるものである。すなわち、本発明では、
追加のデータ・コヒーレンス制御機構を使用する。
【００５９】本発明に関するかぎり、各ＣＰＣの重要な
特徴は、そのローカル・キャッシュ（ＬＣ）とコヒーレ
ンシ・ベクトル（Ｖ）の関係である。図１において、Ｃ
ＰＣ−１は、それぞれ関連するコヒーレンシ・ベクトル
Ｖ１およびＶ２を有するローカル・キャッシュＬＣ−１
およびＬＣ−２を備えている。ＬＣ−１がＮ個のバッフ
ァ項目（つまりＬＣＢ−０ないしＬＣＢ−Ｎ）を有し、
それらのバッファ項目がそれぞれコヒーレンシ・ベクト
ルＶ１ビットの０ないしＮと関連付けられていることに
留意されたい。また、ＬＣ−２はＫ個のバッファ項目
（つまりＬＣＢ−０ないしＬＣＢ−Ｋ）を有し、それら
のバッファ項目がそれぞれＶ２ビットの０ないしＫと関
連付けられていることにも留意されたい。ＣＰＣ−Ｍ
は、単一のＬＣ（１）を備え、ＬＣ（１）は、Ｖ（１）
コヒーレンシ・ビット０ないしＬと関連するＬＣＢ−０
ないしＬＣＢ−Ｌを有する。
【００６０】異なる位置にあるその多数のコピー間に同
一のレコードの異なるバージョンが存在し得る。最新バ
ージョンは、（ＳＥＳにコピーを書き込む場合）ＳＥ
Ｓ、およびレコードに最後の変更を加えたＣＰＣ中に存
在する。一般に、ＤＡＳＤコピーはもっとも古いバージ
ョンである。なぜなら、電気機械式ＤＡＳＤへのアクセ
スが低速なため、このコピーが最後に更新されるからで
ある。
【００６１】ＳＥＳは、ＳＥＳとＣＰＣ間の通信チャネ
ルを介してこれらのベクトル・ビットを無効状態に設定
することしかできない。ＳＥＳが任意のコヒーレンス・
ビットをＣＰＣのＨＳＡ中で無効状態に設定するとき、
ＣＰＣプログラミングはそのような設定が実行されても
妨害を受けない。ＣＰＣプログラミングは、ＳＥＳが任
意のコヒーレンス・ベクトル・ビットを設定したために
中断されることなく、継続する。ベクトル・ビットの状
態をいつテストすべきかを決定し、無効化が示されてい
るかどうかを判定するのはＣＰＣの責任である。この動
作方式では、ＣＰＣがコヒーレンシを必要としない状況
である場合、ＣＰＣがシスプレックス・コヒーレンシ制
御機構を使用しないことさえ可能である。
【００６２】プログラミングで、ローカル・キャッシュ
・バッファ内のデータを使用すると決定するとき、ＣＰ
Ｃは、「ベクトル項目テスト」（ｔｅｓｔ ｖｅｃｔｏ
ｒｅｎｔｒｙ）（ＴＶＥ）ＣＰＵ命令を使って、ＣＰＣ
内のそのＬＣＢのデータ・コヒーレンシ・ビットの現状
態をテストする。ＴＶＥ命令は、指定されたＬＣＴおよ
びＬＣＥＮに基づいてＨＳＡメモリ領域中でこのビット
を見つけるマイクロコードを呼び出し、その状態をテス
トするように動作する。すると、ＴＶＥマイクロコード
は、対応するＬＣＢ有効／無効状態に適合できるＣＰＣ
プログラム中の命令をその後に実行することにより、使
用される命令の条件コード（ＣＣ）に命令実行の結果を
記録する。
【００６３】ＣＰＣオペレーティング・システムは、マ
イクロコード／ハードウェアを活動化してビット設定を
実行するＣＰＣ命令（ベクトル項目設定ＳＶＥ）によ
り、任意の時間にベクトル・ビットの状態を有効設定か
無効設定のいずれかに設定できる。
【００６４】ＳＥＳのデータをキャッシュするための非
ブロッキング逐次化：マルチシステム・データ共用複合
体内の共用キャッシュでは、データのブロックをキャッ
シュに挿入する際に一貫性を保証するための高レベル・
ロッキングは必要でない。「条件付き書込み」手順は、
キャッシュおよびキャッシュ・ディレクトリにデータ・
ブロックを挿入するときに使用される。このキャッシュ
・ディレクトリは、データ・ブロックに対して最初の読
取り要求が発行されるとキャッシュ・ミスになるとき、
データ・ブロックの「所有権」の追跡を始める。最初の
キャッシュ・ミス時に、キャッシュ・ディレクトリが更
新されて、要求されたデータ・ブロックがそこに入り、
要求側コンピュータ・システムがそのブロックの正しい
コピーを有していると識別される。要求側コンピュータ
・システムは、読取り要求に応答してキャッシュ・ミス
表示を受け取ると、データ・ブロックを、キャッシュに
入れるためにＤＡＳＤから取り出す。ＤＡＳＤから取り
出したデータ・ブロックをキャッシュに入れることは、
条件付き書込み動作によって行う。条件付き書込み動作
において、キャッシュ・ディレクトリは、コンピュータ
・システムがＤＡＳＤから取り出したページを保持して
いるかどうかチェックされ、そのコンピュータ・システ
ムが依然としてページの現行コピーを有しているとキャ
ッシュ・ディレクトリに記録されている場合、その条件
付き書込み動作が受諾され、キャッシュにページが挿入
される。要求を満足させるための条件付き書込み要求を
発行するコンピュータ・システムの能力を無効にできる
のは、識別されたデータ・ブロックの更新済みバージョ
ンをキャッシュに入れる、別のコンピュータ・システム
からの書込み動作、または割り当てられ再使用されてい
るディレクトリ項目を用いる場合だけである。
【００６５】ＳＥＳ構造：ＳＥＳキャッシュは、データ
域要素の集合、ディレクトリ、ローカル・キャッシュ・
レジスタ、およびローカル・キャッシュ制御機構から成
る、ＳＥＳ内の構造体である。ＳＥＳキャッシュ構造体
は、ＣＰＣ間で共用されるデータにアクセスするプログ
ラムが、ローカル側でキャッシュされたデータ項目のコ
ピーに関してコヒーレンシおよび保全性を必要とする場
合、それらのプログラムの要求に応じて作成される。
【００６６】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確保するた
めのＳＥＳ装置の必須構成要素である。ＳＥＳデータ域
にＳＥＳキャッシュを設けると、シスプレックス性能が
強化される。しかし、これは任意選択である。ＳＥＳデ
ータ域がないと、シスプレックス内のデータ・レコード
がシスプレックスＤＡＳＤからしかアクセス可能になら
ない。この場合、データベース・ソフトウェアの動作
は、ＳＥＳデータ域内の共用レコードへの高速アクセス
で提供される性能を失うことになる。（ＳＥＳディレク
トリ項目と関連する）ＳＥＳローカル・キャッシュ・レ
ジスタは依然として、シスプレックス内のどのＣＰＣ
ＬＣＢが、共用データ要素のコピーを持っているかを識
別する。
【００６７】ＳＥＳローカル・キャッシュ・レジスタ：
ローカル・キャッシュ・レジスタの諸項目は、関連する
ディレクトリ項目で識別されるデータ要素のコピーが入
った付加ローカル・キャッシュを識別する。ローカル・
キャッシュ・レジスタの各項目は、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、
ローカル側でキャッシュされたデータ要素のコピーの妥
当性を表すのに使用されるコヒーレンシ・ベクトル内の
ローカル・キャッシュ項目とを見つけるのに十分な情報
を提供する。
【００６８】ＳＥＳコマンド処理：読取り及び登録（ｒ
ｅａｄ ａｎｄ ｒｅｇｉｓｔｅｒ）コマンドならびに
書込み及び登録（ｗｒｉｔｅ ａｎｄ ｒｅｇｉｓｔｅ
ｒ）コマンドを含むＳＥＳコマンドは、ローカル側でキ
ャッシュされたデータ要素のコピーをＳＥＳディレクト
リに登録させる。正常な登録が完了すると、ローカル・
キャッシュ・レジスタは、ローカル側でキャッシュされ
たデータ要素のコピーを見つけるのに十分な情報を備え
ており、ローカル・キャッシュに関連するコヒーレンシ
・ベクトルの位置に関するＣＰＣ情報を提供し、プログ
ラムがローカル・キャッシュ・バッファの妥当性を表す
ために使用する、コヒーレンシ・ベクトル内のビットを
識別する。
【００６９】ＳＥＳコマンド処理は、プログラムがロー
カル・キャッシュ・データ項目の妥当性を表すために使
用する、コヒーレンシ・ベクトル内のビットを無効化さ
せる。登録時書込み（ｗｒｉｔｅ ｗｈｅｎ ｒｅｇｉ
ｓｔｅｒｅｄ）コマンド、書込み及び登録コマンド、補
足コピー無効化（ｉｎｖａｌｉｄａｔｅ ｃｏｍｐｌｅ
ｍｅｔ ｃｏｐｉｅｓ）コマンド、名前無効化（ｉｎｖ
ａｌｉｄａｔｅ ｎａｍｅ）コマンドは、相互無効化処
理を実行させる。
【００７０】処理フローの概要：データ要素名は、デー
タ要素をＳＥＳに格納するかどうかとは無関係に、ＳＥ
Ｓがデータ要素のデータ・コヒーレンスを制御するため
に使用する。ＳＥＳ内のキャッシュ・ディレクトリにデ
ータ要素名を割り当て、ディレクトリ項目に関連するロ
ーカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣＲ）にデータ要素
の各ローカル・コピーを登録して、ＳＥＳがシスプレッ
クス内のデータ要素のデータ・コヒーレンスを提供でき
るようにする必要がある。ＳＥＳがデータ・コヒーレン
スを提供するのに、ＳＥＳにデータ要素自体を格納する
必要はないが、ＣＰＣがデータの各ローカル・コピーを
登録する必要がある。
【００７１】ＣＰＣは、ＳＥＳにデータ要素がキャッシ
ュされているかどうか知り、そのローカル・コピーを登
録するために、「読取り及び登録」（ＲＡＲ）コマンド
を使用できる。ＲＡＲコマンドは、ＳＥＳディレクトリ
を、要求されたレコード名の割当てがあるかどうかチェ
ックし、関連するローカル・キャッシュ・レジスタにロ
ーカル・コピーを登録する。ＳＥＳは、ＳＥＳにデータ
要素がキャッシュされているかどうか要求側ＣＰＣに報
告し、キャッシュされているときはデータ要素を返す。
【００７２】ＳＥＳキャッシュがデータ要素の名前を割
り当てられていないことをＰＡＲコマンドが知ると、Ｓ
ＥＳはディレクトリ項目を割り当て、関連するローカル
・キャッシュ・レジスタにローカル・コピーを登録でき
る。ＳＥＳは、データ要素がキャッシュされていなかっ
たことを要求側ＣＰＣに報告する。これで、ＣＰＣはシ
スプレックスＤＡＳＤに読取り（ｗｒｉｔｅ）コマンド
を発行し、ＣＰＣが指定するＬＣＢに、シスプレックス
ＤＡＳＤに保存されていたコピーを読み込む。
【００７３】ＣＰＣは、新規レコードを作成する場合、
「書込み及び登録」（ＷＡＲ）コマンドを使用して、ロ
ーカル・キャッシュ・レジスタにローカル・コピーを登
録すると共に、ディレクトリ項目のデータ域にデータ要
素を書き込むことができる。
【００７４】ＣＰＣは、古いデータ要素を変更（更新）
する場合、「登録時書込み」（ＷＷＲ）コマンドを使う
必要がある。ＷＷＲは、ＳＥＳディレクトリで、ＣＰＣ
のデータ要素のローカル・コピーの登録があるかどうか
チェックする。登録が見つかった場合にかぎり、項目に
該当するＳＥＳキャッシュ位置にデータ要素が書き込ま
れる。ＳＥＳは、ディレクトリ変更ビットをＣＰＣで指
定されている変更標識に等しく設定する。
【００７５】各ＲＡＲコマンドまたはＷＡＲコマンドを
ＳＥＳが受け取ると、ＳＥＳは、コマンドでアクセスさ
れるそれぞれのＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ項目に
関連するローカル・キャッシュ・レジスタに、要求側Ｃ
ＰＣローカル・キャッシュ項目番号（ＬＣＥＮ）を登録
する。ＳＥＳ ＬＣＲは、ＳＥＳのデータ要素にアクセ
スしたすべてのＬＣのＬＣＥＮを記録する。ＳＥＳは、
このＬＣＲデータを使用して、あるデータ要素を持つＬ
Ｃ内のそのデータ要素のコピーの一部またはすべてを無
効化する。どの特定のローカル・キャッシュにデータ要
素のコピーが入っているか記録すると、ＳＥＳはデータ
要素のコピーが入っていないローカル・キャッシュに無
効化要求信号を送るのを避けることができる。
【００７６】ＳＥＳは、ベクトルおよびその無効状態に
設定されるビットを識別するＬＣＴ値およびＬＣＥＮ値
を指定することにより、チャネル上でＣＰＣに「相互無
効化（ｃｒｏｓｓ ｉｎｖａｌｉｄａｔｅ）コマンド」
を送って、付加ＬＣに無効化要求を出す。送られるＬＣ
Ｔ／ＬＣＥＮ値は、ローカル・キャッシュ制御機構１０
５およびローカル・キャッシュ・レジスタから取り出し
た情報によるものである。
【００７７】ＳＥＳキャッシュにデータ要素を格納して
あり、そのデータ要素がＳＥＳに登録されているデータ
要素の現行コピーと異なっていることを書込み要求が示
すとき、ＳＥＳは無効化処理を実行する。
【００７８】ＳＥＳに「補足コピー無効化」（ＩＣＣ）
コマンドが発行されると、ＳＥＳは、ローカル・キャッ
シュ・レジスタ中で、参照されるデータ要素のコピーを
現在持つすべてのローカル・キャッシュの位置を探し、
それらのＣＰＣに無効化要求を送る。ＩＣＣコマンド
は、ＳＥＳにはレコードが格納されていず、ＤＡＳＤだ
けに格納されており、ＤＡＳＤに変更済みデータ要素を
コミット（格納）した後にＩＣＣコマンドを使用する場
合、特に役立つ。
【００７９】ＳＥＳ使用およびコヒーレンシの維持に使
用するもう１つのコマンドは「名前無効化」（ＩＮ）コ
マンドである。これは、ＳＥＳからデータ要素をパージ
したいＣＰＣによって、データ要素名と共にＳＥＳに送
られる。ＳＥＳは、ディレクトリ中でそのデータ要素名
を探し、データ要素のコピーを現在持っているすべての
ローカル・キャッシュの位置を見つける。次に、ＳＥＳ
は、コピーが入ったＬＣＢを持つＣＰＣに無効化要求を
送る。要求されたすべてのＣＰＣから応答を受け取る
と、ＳＥＳは、ディレクトリからデータ要素名を削除
し、ＬＣＲからローカル・コピーの登録を取り消す。
【００８０】ローカル・キャッシュ制御機構の以下の例
では、ＬＣＩＤ値をテーブルの始めからの索引として使
用し、ＬＣに関連するＬＣＴと、ローカル・キャッシュ
が存在するシステムの識別子と、さらに「相互無効化」
コマンドを発行する必要があるチャネル・パスの集合と
を使用する。
【００８１】図６に示す例において、「Ａ」という名前
のデータ要素がＳＥＳキャッシュに登録されている。デ
ータ要素「Ａ」へのアクセスを制御するデータ・マネー
ジャの３つのインスタンスが、ＳＥＳキャッシュにロー
カル・キャッシュを接続している。オペレーティング・
システムは、ＣＰＣ１上で実行するデータ・マネージャ
のインスタンスにＬＣＩＤ１を、ＣＰＣ２上で実行する
データ・マネージャのインスタンスにＬＣＩＤ２を、Ｃ
ＰＣ３上で実行するデータ・マネージャのインスタンス
にＬＣＩＤ３を割り当てている。データ要素「Ａ」は、
ＬＣＩＤ１を持つデータ・マネージャのローカル・キャ
ッシュに存在し、１のＬＣＥＮ値を割り当てられている
（６０１Ａおよび６０２Ａ）。データ要素「Ａ」は、Ｌ
ＣＩＤ２を持つデータ・マネージャのローカル・キャッ
シュにも存在し、５のＬＣＥＮ値を割り当てられている
（６０１Ｂおよび６０２Ｂ）。データ要素「Ａ」は、Ｌ
ＣＩＤ３を持つデータ・マネージャのローカル・キャッ
シュにも存在し、３のＬＣＥＮ値を割り当てられている
（６０１Ｃおよび６０２Ｃ）。ＬＣＥＮ値および有効な
フィールドは６０３のローカル・キャッシュ・レジスタ
（ＬＣＲ）に見られる。また、ＳＥＳキャッシュにロー
カル・キャッシュを接続したオペレーティング・システ
ム・サービスおよびベクトル定義（ＤＶ）ＣＰＵ命令を
使用した結果、ローカル・キャッシュを接続したときに
（６０４）、ローカル・キャッシュ・トークン（ＬＣ
Ｔ）が、ローカル・キャッシュに割り当てられ、ＳＥＳ
に送られている。ＣＰＣ１上のＬＣＩＤ１にはＬＣＴ５
が、ＣＰＣ２上のＬＣＩＤ２にはＬＣＴ１が、ＣＰＣ３
上のＬＣＩＤ３にはＬＣＴ３が割り当てられている。こ
れは単純な例である。各ＣＰＣ上のローカル・キャッシ
ュを１つだけにしたり、オペレーティング・システムが
割り当てるＬＣＩＤ値と、それらのＬＣＩＤ値を割り当
てられたローカル・キャッシュが存在するＣＰＣとが相
関関係を持つ必要はない。
【００８２】この例では、ＬＣＩＤ２を持つローカル・
キャッシュを制御するローカル・マネージャは、変更標
識がセットされた、「Ａ」という名前のデータ要素に対
する登録時書込みコマンド（ＷＷＲ）を発行している。
ＷＷＲコマンドの実行の一部として、ＳＥＳは補足コピ
ーの無効化処理を実行する。これは、データ要素が変更
されているためである。ＳＥＳは「相互無効化」（Ｘ
Ｉ）コマンドを生成し、ローカル側で接続されたキャッ
シュにそれらのコマンドを送る。ＸＩコマンドは、ＬＣ
Ｔ５およびＬＣＥＮ１が識別されてＣＰＣ１に送られ
る。ＸＩコマンドは、ＬＣＴ３およびＬＣＥＮ３が識別
されてＣＰＣ３にも送られる。これらのコマンド同士お
よびこれらのコマンドと他のＳＥＳキャッシュ処理が同
時に実行できる。しかし、ＸＩコマンドは、ＷＷＲコマ
ンドが完了する前にローカル・キャッシュ・コピーの無
効化を完了しておく必要がある。
【００８３】ＸＩ処理の結果として、ＬＣ１Ｄ１および
ＬＣＩＤ３で識別されたローカル・キャッシュのコヒー
レンシ・ベクトルが更新される。次に、データ要素
「Ａ」について、データ・マネージャが割り当てたＬＣ
ＩＤ１またはＬＣＩＤ３に要求が発行されると、関連す
るコヒーレンシ・ビット・ベクトルのテストが行われ
る。たとえば、ＣＰＣ１では、ベクトル項目テストＣＰ
Ｕ命令によりＬＣＴ５／ＬＣＥＮ１のテストが行われ
る。このテストでは、ローカル・キャッシュ内のデータ
要素のコピーが有効でないことが示される。データ・マ
ネージャは次に、読取り及び登録コマンドを発行し、Ｓ
ＥＳキャッシュからデータ要素「Ａ」の最新のコピーを
検索する。
【００８４】他のＣＰＣにＳＥＳ無効化要求を発行でき
るＣＰＣコマンドには次のものがある。読取りおよび登
録（ＷＡＲ）、登録時書込み（ＷＷＲ）、補足コピー無
効化（ＩＣＣ）、および名前無効化（ＩＮ）。ＷＡＲお
よびＷＷＲでは、１つの名前を指定する。ＩＣＣおよび
ＩＮでは、名前のフィールドの一部だけに関する突合せ
を要求すると複数の名前を指定できる。
【００８５】
【実施例】
概要：本発明は、非揮発性電子メモリ（別称ＳＥＳ）の
形の共用キャッシュを備えたマルチシステム・データ共
用複合体の構造体と、複数のおそらく異なるバージョン
のデータ間でコヒーレンシを維持しながら、データ資源
を共用するためにキャッシュを動作させる方法とを提供
する。
【００８６】マルチコンピュータ・データ共用システム
におけるデータ・コヒーレンシ方式で、更新済みページ
の書込みが必要な場合、一定の重要な特徴を持つアーキ
テクチャが使用できる。図１に示すそのようなアーキテ
クチャは、独立して動作する複数のコンピュータ・シス
テムＣＰＣ−１ないしＣＰＣ−Ｍを備えている。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上に格
納されたデータを共用する。ＤＡＳＤ１０９Ａ、１０９
Ｂないし１９０Ｎは、たとえば、マルチディスク・ディ
スク・ドライブを備えることができる。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を備えている。これらのコンピュータ・シ
ステムはそれぞれ、ＤＡＳＤ上のデータを含むデータベ
ースの作成、編成、変更を制御し、データベース内のデ
ータへのアクセスを制御する、データベース管理システ
ム（ＤＢＭＳ）を備えている。また、システム内には、
コンピュータ・システムが共用するキャッシュとして機
能する高速非揮発性電子メモリ（１０１のＳＥＳ）が設
けられている。メモリ１０１は、高速リンク１０６−１
ないし１０６−Ｍにより、コンピュータ・システムＣＰ
Ｃ−１ないしＣＰＣ−Ｍに接続されている。以下、メモ
リ１０１を、「メモリ」または「ＮＶ記憶装置」または
「ＳＥＳ」と呼ぶ。
【００８７】メモリ１０１へのアクセスと、ＤＡＳＤの
１０９Ａないし１０９Ｎへのアクセスを比較する際、メ
モリ１０１は比較的高速の半導体メモリであることに留
意されたい。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、超高速データ転送を実現
する光ファイバ通信チャネルによって行っている。相対
的に言うと、入出力動作は比較的高速のメモリ１０１に
おいて行われ、一方、既知のとおり、比較的低速のＤＡ
ＳＤによる入出力には数十ミリ秒かかる。
【００８８】メモリ１０１は、好ましくは、メモリ記憶
動作をすべて管理するプロセッサの形の管理論理装置１
１０を備えている。管理論理装置１１０はたとえば、ロ
ーカル・プログラム記憶域およびメモリを備えた高性能
プロセッサを含むことができる。このため、管理論理装
置は、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・ベースのメモリ・アクセス・
トランザクションを行うことができる。
【００８９】コンピュータ・システムＣＰＣ−１ないし
ＣＰＣ−Ｍについて説明する。これらのエンティティ
は、たとえば、それぞれが専用キャッシュ付きマルチプ
ロセッサ・アーキテクチャを備え、ＩＭＳ／ＶＳ型また
はＤＢ２型のデータベース管理システムをサポートでき
る、ＩＢＭ／３０９０システムを備えることができる。
【００９０】事実上、本発明は、図１に示しかつ上述し
たデータ共用複合体において実施される。メモリ１０１
には、共用キャッシュ１０３と名付ける半導体メモリが
ある。共用キャッシュ１０３は、好ましくは非揮発性
の、従来のマルチポート高速ランダム・アクセス・メモ
リから構成できる。共用キャッシュ１０３は、データの
ブロックの格納に使用する。たとえば、共用キャッシュ
１０３を使用して、データのページを格納できる。その
ようなページの１ページを１１１に示してある。
【００９１】管理論理装置１１０は、ローカル・キャッ
シュ制御機構１０５およびディレクトリ１０２の格納お
よび保守用のメモリ資源を有する。ローカル・キャッシ
ュ制御機構１０５およびディレクトリ１０２は、従来通
り、管理論理装置１１０でアクセスされる。たとえば、
周知のハッシュ参照機構をこれらのデータ構造体へのア
クセスに使用できる。ローカル・キャッシュ制御機構１
０５は、それぞれメモリ１０１に動作可能に接続された
コンピュータ・システムを識別する、複数の項目を格納
するデータ構造体である。たとえば、コンピュータ・シ
ステムＣＰＣ−１ないしＣＰＣ−Ｍが接続されていると
すると、それらがローカル・キャッシュ制御機構１０５
中でリストされる。
【００９２】共用キャッシュ１０３は、「ストア・スル
ー」キャッシュではなく「ストア・イン」キャッシュと
して動作する。この場合、「ストア・イン」キャッシュ
とは、更新済みデータ要素（たとえば、ページ）を、同
時に２次記憶域に書き込まずに（「ストア・スルー」し
なくても）、書き込むことができるキャッシュである。
【００９３】ＳＥＳキャッシュは、接続されたプロセッ
サのネットワークにおける３レベル記憶階層の構成要素
である。階層の最低レベルはＤＡＳＤ、中間レベルはＳ
ＥＳキャッシュ、最高レベルはプロセッサ記憶装置内の
ローカル・キャッシュである。ＤＡＳＤおよびＳＥＳキ
ャッシュは、プロセッサに共用され、それぞれ入出力動
作およ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、各プロセッサ内で定義でき、ＣＰ
Ｕ命令を使用してアクセスされる。
【００９４】記憶域階層を通過するデータには名前が付
けられる。データ・サイズは可変であり、データ域要素
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キャッシュごとに固定されており、２の累
乗で、最小サイズは２５６バイトである。名前は、プロ
グラミング・プロトコル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記憶域に永久的に
常駐する。
【００９５】データのコピーまたは新規バージョンは、
ＳＥＳキャッシュ記憶域またはローカル・キャッシュ記
憶域の任意の組合せに常駐することができる。具体的に
は、たとえばデータ・オブジェクトは、ＳＥＳキャッシ
ュ記憶域には常駐するがどのローカル・キャッシュにも
常駐せず、あるいはＳＥＳキャッシュ記憶域およびロー
カル・キャッシュの一部に常駐し、あるいはローカル・
キャッシュの一部に常駐するがＳＥＳキャッシュ記憶域
には常駐しない。
【００９６】一例として、記憶域階層で参照されるデー
タ要素がページであると仮定する。この場合、共用キャ
ッシュ１１１にキャッシュされるページは、ソフトウェ
アが割り当てる名前によって識別される。したがって、
共用キャッシュ１１１における読取りまたは書込みの要
求では、その要求の対象であるページの名前を指定する
必要がある。ディレクトリ１０２は、従来通り、ＲＥＡ
ＤコマンドまたはＷＲＩＴＥコマンドの対象であるペー
ジの名前で索引付けされている。ディレクトリ１０２の
代表的な項目を図４に示す。説明中の本発明に関し、関
連するディレクトリのフィールドを図４に示す。それに
は、名前フィールド４０１、データ・ビット（Ｄ）フィ
ールド４０３、データ域ポインタ・フィールド４０６Ａ
ないし４０６Ｎ、変更ビット（Ｃ）フィールド４０４、
有効ビット（Ｖ）フィールド４０２、データ域サイズ・
フィールド４０７、および図５に示すローカル・キャッ
シュ・レジスタにアクセス可能にするローカル・キャッ
シュ・レジスタ索引がある。ローカル・キャッシュ・レ
ジスタには、ＳＥＳキャッシュに接続されたローカル・
キャッシュの識別子（５０２Ａないし５０２Ｃ）、接続
されたローカル・キャッシュに関連するローカル・キャ
ッシュ項目番号（５０３Ａないし５０３Ｃ）、および有
効ビット（５０１Ａないし５０１Ｃ）が格納される。
【００９７】引き続きこの例について説明する。ページ
名フィールド４０１は、管理論理装置１１０がディレク
トリ１０２に索引付けするためのフィールドである。管
理論理装置１１０がＲＥＡＤコマンドまたはＷＲＩＴＥ
コマンドを受け取り、このコマンドがページを識別する
パラメータＰの値を伴うものとする。管理論理装置１１
０は、ハッシング・プロセスにＰの値を供給する。この
ハッシング・プロセスは、ページ名がすでに存在する場
合、それを介してディレクトリに迅速にアクセスするた
めに管理論理装置が使用する値を生成する。ページ名フ
ィールドが見つかると、ページ・アドレス・フィールド
４０６が、識別されたページの共用キャッシュ内でのア
ドレスを指すのに使用される。
【００９８】管理論理装置１１０は、必要に応じてディ
レクトリ項目を作成、管理、削除する。これらの動作
は、既知の機構を使用して行われる。ただし、ディレク
トリ１０２内の項目の厳密な構造は、本発明独特のもの
である。また、管理論理装置１１０は、従来通り、共用
キャッシュ１１１に対してデータの取出しおよび入力を
行う構造になっている。ただし、この場合、本発明独特
の読取り動作および書込み動作に従う。管理論理装置１
１０はまた、「キャッシュ・ミス」応答および「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機
能を備えている。これらの応答は、共用キャッシュ１１
１に接続されたコンピュータ・システムから供給される
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に常駐していないことを示し、「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にあることを示
す。
【００９９】コマンドは、図１のマルチシステム複合体
内でコンピュータ・システムが生成する。これらのコマ
ンドは、管理論理装置１１０から応答を引き出す。本発
明者等は、メッセージ・プロトコルに従って、コマンド
および応答がコンピュータ・システムと管理論理装置の
間で交換されることを考えている。さらに、本発明者等
は、コマンドを発行するコンピュータならどれでも、管
理論理装置１１０から応答を受け取るまで遅延を維持で
きるため、共用キャッシュ１０１へのアクセスを同期式
にできることを考えている。共用キャッシュ１０１を形
成する半導体メモリの速度により、同期メッセージ受渡
し構造体に固有の遅延が短縮される。
【０１００】本発明者等はまた、図１のマルチシステム
・データ共用複合体のコンピュータ・システムが、従来
の手段、たとえば、ＩＢＭ ＩＭＳ型のシステムの共用
ディスク機能を使用して、ＤＡＳＤにアクセス可能であ
ることを考えている。既知のとおり、ＲＥＡＤコマンド
またはＷＲＩＴＥコマンドがＤＡＳＤにディスパッチさ
れている間、コンピュータ・システムは遅延しないの
で、そのようなアクセスは非同期式である。
【０１０１】図１に示すように、各コンピュータ・シス
テムは、コンピュータ・システムとＮＶ記憶装置１０１
との間で交換されるデータのステージングに使用され
る、識別されたバッファを備えている。たとえば、コン
ピュータ・システムＣＰＣ−１はバッファ１０７Ａを備
え、コンピュータ・システムＣＰＣ−Ｍはバッファ１０
７Ｃを備えている。データ共用複合体のコンピュータ・
システムはすべて、そのような専用バッファを所有して
いることに留意されたい。さらに、コンピュータ・シス
テムの１つが管理論理装置１１０にＲＥＡＤコマンドま
たはＷＲＩＴＥコマンドを発行するとき、このシステム
はかならず、要求されたデータが入力されるまたは取り
出される専用バッファ内のアドレスを送る。
【０１０２】本発明は、ＤＡＳＤから共用キャッシュへ
のデータの移動と、そのように移動されるデータの更新
に関する。また、以下では、ページのディレクトリ項目
で変更ビットが１に設定されているとき、コンピュータ
・システムが、共用キャッシュに入れるためにＤＡＳＤ
から取り出すデータ要素（たとえば、ページ）を、「ダ
ウン・レベル」ページと呼ぶ。ＤＡＳＤから取り出した
ページのディレクトリ項目の変更ビットおよびデータ・
ビットが０に設定されているとき、そのページを「クリ
ーン・ページ」と呼ぶ。この場合、ページのＤＡＳＤバ
ージョンは、共用キャッシュ１０１内のそのページのバ
ージョンと同じである。
【０１０３】本発明は、独特の１組のコマンドと、これ
らのコマンドの実行によって生じる変更の影響を受ける
ディレクトリ項目への登録に依存している。
【０１０４】ローカル・キャッシュ：ローカル・キャッ
シュは、米国特許出願第８６０７９７号に記載された、
ローカル・キャッシュを備えたＣＰＣ上のＳＥＳサポー
ト機構に対して定義される。ＣＰＵ命令は、ＳＥＳサポ
ート機構内の制御機構を初期設定し、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、システム間で異なる。
【０１０５】ＳＥＳキャッシュ：ＳＥＳキャッシュは、
データ域要素の集合とディレクトリとから構成された、
ＳＥＳ内の構造体である。このキャッシュは、構造体識
別子によって指定される。ＳＥＳキャッシュは、キャッ
シュ構造割振り（ａｌｌｏｃａｔｅ−ｃａｃｈｅ−ｓｔ
ｒｕｃｔｕｒｅ）コマンドで作成される。このコマンド
は、プロセッサ内で、初期設定手順によって発行され、
データ域要素のサイズおよび数、ディレクトリ項目の
数、記憶クラスの数、ならびにキャストアウト・クラス
の数というＳＥＳキャッシュの諸属性を決定する。
【０１０６】ローカル・キャッシュは、ローカル・キャ
ッシュ付加（ａｔｔａｃｈ−ｌｏｃａｌ−ｃａｃｈｅ）
コマンドによってＳＥＳキャッシュに接続される。この
コマンドは、ＳＥＳ機構内の制御機構を初期設定し、Ｓ
ＥＳキャッシュがＳＥＳサポート機構に生成コマンドを
発行するために使われる１組の経路を構築する。ローカ
ル・キャッシュは、ＳＥＳキャッシュに接続されると記
憶階層に参加できる。ローカル・キャッシュおよびＳＥ
Ｓキャッシュ内のデータのコピーのコヒーレンシは、Ｓ
ＥＳキャッシュ内の制御機構によって維持され、生成コ
マンドとして様々なＳＥＳサポート機構に発行される相
互無効化コマンドによって実現される。
【０１０７】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、完全連想式アレイとして
配列されたディレクトリ項目の集合である。ディレクト
リ項目は、記憶クラスに区分される。変更済みのディレ
クトリ項目グループは、キャストアウト・クラスに区分
される。名前付きデータ・オブジェクトが階層の上位２
レベルに置かれるときはかならず、その状態および位置
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、データが変更済みか、未変更か、キャ
ストアウト用にロックされているかを示す。位置情報に
は、データがＳＥＳキャッシュ記憶域に常駐しているか
どうか、およびどのローカル・キャッシュにコピーが入
っているかが含まれる。（位置４０６Ａ−４０６Ｎにあ
るポインタによってＳＥＳキャッシュ・データ中で位置
指定された）レコードを、以下では、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
なる用語のいずれかで呼ぶ。あるＳＥＳ読取りコマンド
およびＳＥＳ書込みコマンドは、ローカル・キャッシュ
・コピーをＳＥＳキャッシュ・ディレクトリに登録す
る。ＳＥＳ書込みコマンドおよびＳＥＳ無効化コマンド
は、ローカル・コピーの登録を削除する。
【０１０８】ローカル・キャッシュ項目有効状態：ロー
カル・キャッシュにデータが置かれるとき、データの状
態は、有効と無効のどちらかである。ローカル・キャッ
シュ項目の有効状態は、ＳＥＳサポート機構内の制御機
構によって維持される。データは、ＣＰＵ命令によって
妥当性を検査され、ＳＥＳ書込み動作およびＳＥＳ無効
化動作に関連する無効化プロセスによって無効にされ
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・ディレクトリに登録する必要がある。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。
【０１０９】キャストアウト・プロセス：ＳＥＳキャッ
シュ記憶域は通常、ＤＡＳＤ記憶域より小規模である。
したがって、変更済みデータは、周期的に、ＳＥＳキャ
ッシュから補助ＤＡＳＤに転送する必要がある。このプ
ロセスは、キャストアウトと称し、プログラムによって
制御され、以下の動作を伴う。
【０１１０】キャストアウト逐次化を設定し、データ・
ブロックを主記憶域にコピーする、キャストアウト用Ｓ
ＥＳ読取り動作を発行する。
【０１１１】ＤＡＳＤにデータ・ブロックをコピーする
入出力動作を実行する。
【０１１２】キャストアウト逐次化を解除するＳＥＳロ
ック解除動作を発行する。
【０１１３】関連データ・オブジェクトは、ＳＥＳキャ
ッシュによってキャストアウト・クラスで維持される。
キャストアウト・クラスを使用すると、プログラムがＤ
ＡＳＤへのデータ転送を１回の入出力動作でバッチ処理
できるようになって、キャストアウト・プロセスの効率
が高まる。ＤＡＳＤとＳＥＳキャッシュの間のデータの
移動を実行するプロセスは、米国特許出願第８６０８０
６号に記載されている。
【０１１４】再利用プロセス：最も以前に使用された未
変更データおよびディレクトリ資源は、新規要求を満た
すのに必要なとき、ＳＥＳキャッシュによって再利用さ
れる。データ・オブジェクトは、プログラムによって、
数種の記憶クラスの１つにマップされる。各記憶クラス
には、再利用プロセスを制御する再利用ベクトルがあ
る。そのため、作業負荷特性の変更に合わせて、記憶ク
ラス間のＳＥＳ記憶域の割振りを動的に調整できる。再
利用ベクトルは、プログラムによって初期設定される。
【０１１５】計測：計測情報は、記憶クラス間でのデー
タの割振りおよびキャストアウト・プロセスで支援する
ためにプログラムに提供される。
【０１１６】ＳＥＳサポート機構：中央処理複合体（Ｃ
ＰＣ）内でＳＥＳ機能の実行の責任を負う、ＳＥＳ構成
の構成要素は、ＳＥＳサポート機構として知られてい
る。これには、以下の項目が含まれる。
【０１１７】ＣＰＵ命令： ベクトル定義（ＤＶ） ベクトル項目設定（ＳＶＥ） ベクトル項目テスト（ＴＶＥ）
【０１１８】コマンド： 相互無効化
【０１１９】データ・オブジェクト： ローカル・キャッシュ・ベクトル メッセージ経路状態
【０１２０】前記項目は、ＳＥＳ構成の必須部分であ
る。相互無効化コマンドの実行は、ＳＥＳサポート機構
によって行われる。ＳＥＳ構成は、ＳＥＳ機構と、ＳＥ
Ｓ機構に接続された各ＣＰＣ上に常駐するＳＥＳサポー
ト機構から構成される。
【０１２１】記憶域モデル：ＳＥＳサポート機構用に定
義されているデータ・オブジェクトは、アドレス可能記
憶域に置かれず、ＣＰＵ命令およびＳＥＳサポート機構
のコマンドだけがそれを処理できる。これらのデータ・
オブジェクトに対する参照は、アドレス可能な主記憶域
に対する参照に適用される規則と同じ法則に従う。
【０１２２】ベクトル・トークン：ベクトル・トークン
は、特定のローカル・キャッシュ・ベクトルを一意に識
別する、６４ビットの値である。トークンは、ベクトル
が定義されるとき提供され、ベクトル解放の時点まで持
続する。
【０１２３】ローカル・キャッシュ・ベクトル：ローカ
ル・キャッシュ・ベクトル（別称コヒーレンス・ベクト
ル）は、ＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ命令によって作成
される。ローカル・キャッシュ・ベクトルのサイズは、
キャッシュ・ユーザごとに異なることがある。ローカル
・キャッシュ・ベクトルは、ローカル・キャッシュ付加
コマンドを使用してＳＥＳキャッシュ構造体に付加され
る。ローカル・キャッシュ・ベクトル内の各項目は、ロ
ーカル側でキャッシュされたデータ要素の有効状態また
は無効状態を示す。ローカル側でキャッシュされたコピ
ーは、ＳＥＳ機構に登録された共用コピーに関して最新
のコピーでなくなったとき無効になる。ＴＥＳＴ ＶＥ
ＣＴＯＲ ＥＮＴＲＹ命令は、ローカル・キャッシュ・
ベクトル内で表される、ローカル側でコピーされたデー
タ・コピーの状態を問い合わせるときに使用される。
【０１２４】ローカル側でキャッシュされた関連するデ
ータ項目が、ＳＥＳ機構に登録された共用コピーに関し
て最新のデータ項目であるとき、ローカル・キャッシュ
・ベクトル項目は１である。ローカル側でキャッシュさ
れた関連するデータ項目が、ＳＥＳ機構に登録された共
用コピーに関して最新のデータ項目でないとき、ローカ
ル・キャッシュ・ベクトル項目は０である。
【０１２５】メッセージ経路状態：ＳＥＳサポート機構
は、メッセージ経路によってＳＥＳ機構と通信する。各
経路は、システム間リンクと、リンク上でメッセージを
送受するためのシステム間チャネルとから構成されてい
る。メッセージ経路の状態は、ＳＥＳ機構に登録され、
メッセージ経路識別子で指定されるが、活動状態と非活
動状態のどちらかである。
【０１２６】ローカル・キャッシュ・ベクトルの記憶域
モデル：ローカル・キャッシュ・ベクトルは、プログラ
ムが仮想記憶アドレス、絶対記憶アドレス、実記憶アド
レスのいずれによってもアドレスできないプロセッサ記
憶位置を占有する。特定のＣＰＵ命令が、ローカル・キ
ャッシュ・ベクトル内の１つまたは複数の項目へのアク
セスを可能にするために定義されている。これらの命令
には、アクセスされるベクトル項目を含むプロセッサ記
憶域のバイトの実効アドレスが提供される。
【０１２７】この定義では、「実効アドレス」という用
語は、計算機によって交換が行われる前にアクセスされ
るベクトル項目を含む、プロセッサ記憶域のバイトを示
すのに使用する。ローカル・キャッシュ・ベクトル項目
の実効アドレスは、ＤＶ命令によって割り当てられる。
仮想記憶アドレスと異なり、ベクトル項目を含むプロセ
ッサ記憶域のバイトは、せいぜい１つの実効アドレスで
アクセスされる。ベクトル項目実効アドレスとプロセッ
サ記憶位置は１：１でマッピングされる。
【０１２８】コヒーレンス・ベクトルの保護：コヒーレ
ンス・ベクトル・ビットおよびそれらの設定に関して保
全性を維持することは重大である。なぜなら、シスプレ
ックスにおけるデータの妥当性は、それらが正しく動作
するかどうかによって決まるからである。したがって、
ベクトル・ビット位置およびそれらの設定を、すべての
ＣＰＣプログラミングによる破壊操作から保護する必要
がある。ＣＰＣ内で不適切なプログラム動作が行われる
と（故意であるか否かを問わず）、コヒーレンス・ビッ
トが破壊される可能性がある。たとえば、コヒーレンス
・ベクトル・ビットがＭＳにある場合（その場合、ＣＰ
Ｃプログラムによってアドレス可能）、ＣＰＣプログラ
ムによって不注意にでたらめな格納が行われると、ベク
トル・ビットの設定が変わって、ＬＣＢ内の良好なデー
タが無効になり、あるいはＬＣＢ内のデータが無効であ
るのに有効であると誤って示し、ＣＰＣ動作に悲惨な結
果を及ぼす可能性がある。前記のいずれの場合も、ＣＰ
Ｃデータが、破壊された後、ＣＰＣによってＳＥＳおよ
びＤＡＳＤに不適切に通知され、シスプレックス内の他
のＣＰＣ用のデータが破壊される。テーブルＴにでたら
めな格納が行われると、ベクトル・ビットの認識可能な
存在が消される可能性がある。
【０１２９】データ・コヒーレンス・ベクトルをＣＰＣ
プログラミングによる悪影響から保護するため、このベ
クトルを、ＣＰＣのプログラマブル記憶域（つまり、主
記憶装置ＭＳ）に書き込まない。その代わり、ハードウ
ェア内など、ＣＰＣプログラミングから分離された特別
な場所に書き込む。しかし、ハードウェアは構築後は柔
軟でなくなるが、関連するＬＣ内のＬＣＢの数が変わる
可能性があるので、無効化ベクトルのサイズは柔軟でな
ければならない。したがって、本発明の好ましい実施例
では、ＬＣをＣＰＣプログラミングでアドレス可能な主
記憶装置（ＭＳ）に配置するが、ベクトル・ビットはＣ
ＰＣプログラミングでアドレス不能なシステム・メモリ
の部分に配置する。
【０１３０】好ましい実施例では、コヒーレンス要求ベ
クトルは、ＣＰＣハードウェアおよびＣＰＣ内のＣＰＵ
中で実行されるマイクロコードだけがアドレス可能な、
ＣＰＣの「ハードウェア記憶域（ＨＳＡ）」に配置す
る。ＩＢＭメインフレーム内では、ＨＳＡは、ＭＳの拡
張部分として物理的に構築されているが、ＭＳ内のアド
レス空間の一部ではなく、ＣＰＵマイクロコード／ハー
ドウェアだけによってアドレスされる。したがって、Ｈ
ＳＡには、オペレーティング・システムや、ＣＰＣのＣ
ＰＵ上で実行されるプログラム中のユーザ命令はアドレ
スできない。ＨＳＡにベクトル・ビットを書き込むと、
特殊なオペレーティング・システム・プログラムだけが
使用する特別の特権命令によってベクトル・ビットの位
置および状態設定が制御可能である。
【０１３１】ＣＰＵ命令： ベクトル定義：項目０ないしＮ−１から成る指定された
サイズのビット・ベクトル（Ｎ）が、ＣＰＣ上で確立さ
れ、解放され、ゼロにクリアされ、拡大または縮小さ
れ、結果が条件コードで示される。
【０１３２】第１レジスタ・オペランドは、汎用レジス
タの奇偶対の偶数番号のレジスタを指定する。第２レジ
スタ・オペランドは、単一汎用レジスタを指定する。
【０１３３】汎用レジスタ１には、ＤＥＦＩＮＥ ＶＥ
ＣＴＯＲの動作がどのように進行するか、および指定さ
れた汎用レジスタの内容がどのように解釈されるかを示
す符号なし２進整数が格納される。指定された汎用レジ
スタは、以下のうち１つまたは複数のものを格納するこ
とができる。
【０１３４】前のＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ命令の実
行により現在割り当てられているローカル・キャッシュ
・トークン（ＬＣＴ）。
【０１３５】ビット・ベクトル項目の数（ＮＢＶＥ）を
示す符号なし２進整数。ＮＢＶＥはゼロにできない。
【０１３６】汎用レジスタ１の内容に応じて、ＤＥＦＩ
ＮＥ ＶＥＣＴＯＲにより以下の動作の１つが実行され
る。
【０１３７】ローカル・キャッシュ・ベクトルの定義： ベクトルの解放 ベクトルのクリア ベクトル・サイズの変更
【０１３８】ローカル・キャッシュ・トークンは一意に
割り当てられる。トークンが割り当てられた後解放され
ると、そのトークンは再使用できない。
【０１３９】ローカル・キャッシュ・ベクトルの定義：
ローカル・キャッシュ・ベクトルを定義する場合、第２
レジスタに、定義されるローカル・キャッシュ・ビット
・ベクトル項目の数が格納される。
【０１４０】ローカル・キャッシュ・トークンが、ＣＰ
Ｃに対して定義されるローカル・キャッシュ・ビット・
ベクトルを識別するために割り当てられる。ＬＣＴは、
レジスタ１フィールドで指定されるレジスタ対の内容を
置換する。
【０１４１】要求される各ローカル・キャッシュ・ビッ
ト・ベクトル項目当たり１ビットから成るビット・ベク
トルが確立される。ビット・ベクトルの左端のビット
は、ビット・ゼロと識別される。右端のビットは、ロー
カル・キャッシュ・ビット・ベクトル項目の数より１少
ない値で指定される。ビット・ベクトルが確立される
と、ローカル・キャッシュ・ビット・ベクトル項目はす
べて０になる。ＬＣＴは、ローカル・キャッシュ・ビッ
ト・ベクトルを識別する。
【０１４２】ベクトルの解放：ベクトルを解放する場
合、第１レジスタ対に、解放されるＬＣＴが格納され
る。
【０１４３】ローカル・キャッシュ・トークンが解放さ
れ、そのトークンに対して存在するビット・ベクトルの
ビットが再使用可能になる。そのビット・ベクトルはも
はや存在せず、ＣＰＣに対して未定義となる。ビット・
ベクトルの諸ビットは、あらゆるビットがゼロにクリア
されて初めて、再使用のために割り当てられる。
【０１４４】ベクトルのクリア：ベクトルがクリアされ
る場合、第１レジスタ対に、ゼロにクリアされるビット
・ベクトルを指定するＬＣＴが格納される。
【０１４５】指定されたビット・ベクトル内のすべての
項目が、ゼロにクリアされる。
【０１４６】ベクトル・サイズの変更：ベクトルのサイ
ズを変更する場合、第１レジスタ対に、変更されるビッ
ト・ベクトルを指定するＬＣＴが格納される。
【０１４７】第２レジスタ・フィールドで指定される汎
用レジスタに、ビット・ベクトル項目の数（ＮＢＶＥ）
を示す符号なし２進整数が入る。ＮＢＶＥは、ゼロにす
ることができず、ＣＰＣでサポートされるビット・ベク
トル項目の最大数を超えることはない。
【０１４８】ＬＣＴによって識別されるビット・ベクト
ルについて、ビット・ベクトル項目の新規の数が確立さ
れる。そのビット・ベクトルが、ＣＰＣに対して再定義
される。ＬＣＴトークンは元のままである。ビット・ベ
クトルは、そのＬＣＴを割り当てた前のＤＥＦＩＮＥ
ＶＥＣＴＯＲ命令で確立され、ビット・ベクトル項目の
新規の数を反映するように右端のビット位置から拡大ま
たは縮小される。
【０１４９】ビット・ベクトルを拡大する場合、ビット
・ベクトルの拡大前に存在していた部分で反映されるビ
ット・ベクトル項目の状態は元のままであり、ビット・
ベクトルの新規に確立された部分で反映されるビット・
ベクトル項目はゼロに設定される。
【０１５０】ビット・ベクトルを縮小する場合、ビット
・ベクトルの残りの部分で反映されるビット・ベクトル
項目の状態は元のままであり、ビット・ベクトルのもは
や必要でない部分は、各ビットがゼロにクリアされた
後、再使用できる。
【０１５１】ベクトル項目の設定：選択されたビット・
ベクトル項目の値が、１にセットされ、またはゼロにリ
セットされ、結果が条件コードで示される。
【０１５２】第１レジスタ・オペランドは、汎用レジス
タの奇偶対の偶数番号のレジスタを指定する。第２レジ
スタ・オペランドは、単一の汎用レジスタを指定する。
【０１５３】汎用レジスタ１には、ＳＥＴ ＶＥＣＴＯ
Ｒ ＥＮＴＲＹの動作がどのように進行するかを示す符
号なし２進整数が格納される。第１汎用レジスタの内容
に応じて、ＳＶＥにより以下の２つの動作のどちらかが
実行される。
【０１５４】ベクトル項目を１にセットする。ベクトル
項目をゼロにリセットする。
【０１５５】第１レジスタ・オペランド・フィールドで
指定される汎用レジスタの対に、前のＤＥＦＩＮＥ Ｖ
ＥＣＴＯＲ命令の実行により現在割り当てられているロ
ーカル・キャッシュ・トークン（ＬＣＴ）が格納され
る。ＬＣＴは、ローカル・キャッシュ・ビット・ベクト
ルを識別する。
【０１５６】第２汎用レジスタ・フィールドで指定され
る汎用レジスタに、ローカル・キャッシュ項目番号（Ｌ
ＣＥＮ）と呼ばれる符号なし２進整数が格納される。Ｌ
ＣＥＮは、ビット・ベクトル内の項目を選択する。ビッ
ト・ベクトルの第１項目は、値０のＬＣＥＮによって選
択される。ビット・ベクトルの最後の項目は、このビッ
ト・ベクトルと関連するビット・ベクトル項目の数より
１少ないＬＣＥＮによって選択される。このビット・ベ
クトルの項目の数は、前のＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ
命令によって確立された。
【０１５７】ローカル・キャッシュ・ベクトルを使用し
て実現される高性能キャッシュ相互問合せ機能は、ＳＥ
Ｓキャッシュ相互無効化プロセスと、特定のＳＥＳキャ
ッシュ・コマンドの実行の前後におけるプログラミング
によるローカル・キャッシュ・ベクトルの適当な操作と
によって実行される。
【０１５８】多くのＳＥＳキャッシュ・コマンドは、プ
ログラミングで、指定されたＳＥＳキャッシュ・データ
項目に対する権利を登録できるようにすることにより、
データのローカル・コピーをプロセッサ記憶域に保持可
能にする。データのローカル・コピーを保持すると、Ｓ
ＥＳ機構へのアクセスの回数が減少するので、性能が向
上する。ローカル側でキャッシュされたコピーは、ＳＥ
Ｓに登録された共用コピーに関して最新のコピーでなく
なるまで有効である。ローカル側でキャッシュされたコ
ピーは、相互無効化コマンドによって無効にできる。
【０１５９】ローカル・キャッシュ登録は、相互無効化
プロセスを使用可能にするのに必要である。ローカル・
キャッシュ登録は、ＳＥＳ機構で実行され、ローカル・
キャッシュ識別子、ローカル・キャッシュ・トークン、
およびローカル側でキャッシュされたデータのコピーに
関連するローカル・キャッシュ項目番号を記録すること
からなる。プログラミングが、ローカル側でキャッシュ
されたコピーに対する権利がＳＥＳ機構に登録される際
に、ローカル・キャッシュ・ベクトル内のローカル側で
キャッシュされたデータ要素の妥当性を示す責任を負
う。この目的に、ＳＥＴ ＶＥＣＴＯＲ ＥＮＴＲＹ
（ＳＶＥ）命令を使用する。
【０１６０】ＳＥＳサポート機構は、データ要素に対す
る権利がＳＥＳに登録された後、登録を発生させたコマ
ンドに対する応答を受け取るまでの間に、指定されたロ
ーカル・キャッシュ・ベクトル項目に関する相互無効化
コマンドを受け取って実行できるので、プログラムによ
るローカル・キャッシュ・ベクトル項目の更新を、ＳＥ
Ｓコマンドの実行と逐次化する必要がある。プログラム
は、ローカル・キャッシュ・ベクトル項目が、介入して
くる相互無効化コマンドによって０にセットされた後、
１にセットされないようにする必要がある。そうしない
と、ローカル側でキャッシュされたデータ・ページの無
効化が検出されず、その結果データの保全性が失われる
可能性がある。
【０１６１】プログラミングでは、ローカル・キャッシ
ュ登録の目的で項目を指定するＳＥＳキャッシュ・コマ
ンドを開始する前に、ＳＶＥ命令を使用して、ローカル
・キャッシュ・ベクトル項目を１にセットする。コマン
ドの失敗が指示または推定される場合、ＳＶＥ命令を使
用して、ローカル・キャッシュ・ベクトル項目を０にす
る必要がある。
【０１６２】ベクトル項目のテスト：選択されたビット
・ベクトル項目の状態がテストされ、結果が状態コード
で示される。
【０１６３】第１レジスタ・オペランドは、汎用レジス
タの奇偶対の偶数番号のレジスタを指定する。第２レジ
スタ・オペランドは、単一の汎用レジスタを指定する。
【０１６４】第１レジスタ・オペランド・フィールドで
指定される汎用レジスタ対に、前述のＤＥＦＩＮＥ Ｖ
ＥＣＴＯＲ命令の実行によって現在割り当てられている
ローカル・キャッシュ・トークン（ＬＣＴ）が格納され
る。ＬＣＴは、ローカル・キャッシュ・ビット・ベクト
ルを識別する。
【０１６５】第２汎用レジスタ・フィードバック信号で
指定される汎用レジスタに、ローカル・キャッシュ項目
番号（ＬＣＥＮ）と呼ばれる符号なし２進整数が格納さ
れる。ＬＣＥＮは、ビット・ベクトル内の項目を選択す
る。ビット・ベクトルの第１項目は、値ゼロのＬＣＥＮ
によって選択される。ビット・ベクトルの最後の項目
は、このビット・ベクトルに関連するビット・ベクトル
項目の数より１少ないＬＣＥＮによって選択される。こ
のビット・ベクトルの項目の数は、前のＤＥＦＩＮＥ
ＶＥＣＴＯＲ命令によって確立された。
【０１６６】ＴＶＥを使用すると、ローカル側でキャッ
シュされたＳＥＳキャッシュ・データ項目の妥当性を判
定するための高性能手段が提供される。ＴＶＡがローカ
ル側でキャッシュされたコピーの妥当性を示した後、ロ
ーカル側でキャッシュされたコピーをプログラムが処理
するまでの間に、ＳＥＳに登録された共用データ・コピ
ーが更新されないようにするため、ＴＶＥ実行中および
それに続くデータの使用中、ＳＥＳ常駐コピーの変更が
行われないように逐次化を保持する必要がある。
【０１６７】ローカル側でキャッシュされた関連するデ
ータ項目が、ＳＥＳ機構に登録された共用コピーに関し
て最新のデータ項目であるとき、ローカル・キャッシュ
・ベクトル項目は１である。ローカル側でキャッシュさ
れた関連するデータ項目が、ＳＥＳ機構に登録された共
用コピーに関して最新のデータ項目でないとき、ローカ
ル・キャッシュ・ベクトル項目は０である。
【０１６８】ＳＥＳサポート機構コマンド： 相互無効化：ＳＥＳサポート機構が相互無効化コマンド
を受け取ると、相互無効化動作が発生する。相互無効化
コマンドには、ローカル・キャッシュ・トークン（ＬＣ
Ｔ）およびローカル・キャッシュ項目番号（ＬＣＥＮ）
が含まれる。相互無効化動作には、選択されたローカル
・キャッシュ・ビット・ベクトル項目をゼロに設定し、
ＳＥＳ機構への応答によって、相互無効化動作が発生し
たことを示すことにより、ローカル・キャッシュ・トー
クンで指定されるローカル・キャッシュ内の、ローカル
・キャッシュ項目番号で選択されるローカル・キャッシ
ュ項目を無効化することが含まれる。
【０１６９】ローカル・キャッシュ項目番号がこのロー
カル・キャッシュに関連するローカル・キャッシュ項目
の数より少ないかぎり、あるいは指定されたローカル・
キャッシュ・トークンが割当て済み状態であるかぎり、
選択されたローカル・キャッシュ・ビット・ベクトル項
目をゼロに設定すると、選択されたローカル・キャッシ
ュ項目が無効化される。これらの条件は、ＳＥＳキャッ
シュ・ディレクトリ項目がこのローカル・キャッシュ項
目の妥当性を示している間に、ローカル・キャッシュの
サイズを変更するか、ローカル・キャッシュ・トークン
を解放する場合に発生し得る。
【０１７０】相互無効化動作が完了すると、相互無効化
動作によって選択されたローカル・キャッシュ項目の無
効状態が、構成内のどのＣＰＵにも見えるようになる。
【０１７１】メッセージ経路オブジェクト：一般に、複
数のプロセッサがＳＥＳコマンドを発行し、複数のリン
クが各プロセッサをＳＥＳ機構に接続する。ＳＥＳ機構
は、コマンドの様々な資源を区別するメッセージ経路識
別子を割り当てる。
【０１７２】メッセージ経路オブジェクトについて、以
下に要約する。
【０１７３】メッセージ経路識別子（ＭＩ） メッセージ経路状態（ＭＰＳ） メッセージ経路状況ベクトル 経路グループ システム識別子（ＳＩ）
【０１７４】メッセージ経路識別子（ＭＩ）：ＳＥＳ機
構におけるメッセージ経路の識別に使用する８バイトの
値。コマンドの各資源ごとに一意のメッセージ経路識別
子がある。
【０１７５】メッセージ経路状態（ＭＰＳ）：メッセー
ジ経路の状態を指定する、１バイトの１６進値。Ｘ^０
０^の値は、経路が非活動状態であることを示し、Ｘ^０
１^の値は、経路が活動状態であることを示す。
【０１７６】メッセージ経路状況ベクトル：メッセージ
経路状況ベクトル・オブジェクトには、ＳＥＳ機構にお
ける各メッセージ経路の状態情報が格納される。メッセ
ージ経路状況ベクトルは、以下のような、各メッセージ
経路のオブジェクトを備える。
【０１７７】メッセージ経路状態（ＭＰＳ） システム識別子（ＳＩ）
【０１７８】経路グループ：同じ値のシステム識別子
（ＳＩ）を持つ１組のメッセージ経路が、システムの経
路グループである。
【０１７９】システム識別子（ＳＩ）：メッセージ経路
を活動化する際にプログラムによって指定される８バイ
トの値。制御プログラムは、システムとＳＥＳ機構の間
で活動化されるすべての経路に同一のシステム識別子を
指定する。
【０１８０】キャッシュ構造体：各ＳＥＳキャッシュ構
造体について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
ら構成される。
【０１８１】キャッシュ制御 ローカル・キャッシュ制御 ディレクトリ ローカル・キャッシュ・レジスタ データ域
【０１８２】キャッシュ制御： データ域要素特性（ＤＡＥＸ）：各データ域要素内のバ
イトの数を指定する、１バイトの符号なし２進整数。バ
イト単位で表したデータ域要素のサイズは、２５６と、
データ域要素特性で指定された値をべき指数とする２の
累乗との積である。バイト単位で表した有効サイズは、
２５６から最大データ域要素サイズまでである。
【０１８３】ＬＣＩＤベクトル（ＬＣＩＤＶ）：初期値
がゼロのビット文字列。ビット位置は、０から開始し、
順次増加していく。文字列内の位置（ｉ）におけるビッ
トは、ＬＣＩＤ値が（ｉ）のローカル・キャッシュが付
加されたとき、１に設定される。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）におけるビットは、ローカル・キャッシュが切断
され、ＬＣＩＤ割当て解除が要求されるとき、あるいは
キャッシュ構造体が割振り解除されるとき、ゼロにリセ
ットされる。ビットがゼロのとき、ローカル・キャッシ
ュ識別子は割り当てられない。
【０１８４】最大データ域サイズ（ＭＤＡＳ）：データ
域の最大可能サイズをデータ域要素サイズの整数倍数と
して指定する、５ビットの符号なし２進整数。最大デー
タ域サイズは、キャッシュを割り振る際にプログラムに
よって設定される。
【０１８５】構造体サイズ（ＳＳ）：キャッシュに割り
振られるＳＥＳ記憶域の４Ｋバイト単位の数を指定す
る、４バイトの符号なし２進整数。
【０１８６】合計データ域要素カウント（ＴＤＡＥ
Ｃ）：キャッシュに割り振られるデータ域要素の数を指
定する、４バイトの符号なし２進整数。
【０１８７】合計ディレクトリ項目カウント（ＴＤＥ
Ｃ）：キャッシュに割り振られるディレクトリ項目の数
を指定する、４バイトの符号なし２進整数。
【０１８８】ローカル・キャッシュ制御：ローカル・キ
ャッシュ制御は、ＳＥＳキャッシュにローカル・キャッ
シュが接続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。
【０１８９】ローカル・キャッシュ制御について、以下
に要約する。
【０１９０】切断再開トークン（ＤＲＴ）： ローカル・キャッシュ・トークン（ＬＣＴ） システム識別子（ＳＩ）
【０１９１】切断再開トークン（ＤＲＴ）：切断プロセ
スの制御に使用される、８バイトの値。初期値はゼロで
ある。
【０１９２】ローカル・キャッシュ・トークン（ＬＣ
Ｔ）：ＣＰＣ上のローカル・キャッシュの識別に使用さ
れる、８バイトの値。
【０１９３】システム識別子（ＳＩ）：メッセージ経路
が活動化される際にプログラムによって指定される、８
バイトの値。システム識別子は、メッセージ経路状況ベ
クトル中で維持され、メッセージ経路上でローカル・キ
ャッシュ付加コマンドが送られる際にローカル・キャッ
シュにコピーされる。ローカル・キャッシュ・トークン
は、相互無効化コマンド上で提供され、ＳＥＳサポート
機構によってチェックされる。
【０１９４】ディレクトリ：ディレクトリは、ＳＥＳロ
ーカル・キャッシュおよび接続されたローカル・キャッ
シュの状態情報および位置情報のレポジトリである。Ｓ
ＥＳキャッシュ記憶域に格納される、各名前付きデータ
・ブロックは、関連するディレクトリ項目を有する。デ
ィレクトリ項目は、完全連想式アレイとして配列されて
おり、名前フィールドの値を使用してアクセスされる。
【０１９５】ディレクトリ項目フィールド（図４）につ
いて、以下に要約する。
【０１９６】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・レジスタおよび索引 名前 有効ビット
【０１９７】変更ビット（Ｃ）（４０４）：データの変
更状態を示す１ビットの値。変更ビットが１のとき、デ
ータは変更された状態でキャッシュされる。変更ビット
がゼロのとき、データはキャッシュされていず、あるい
はキャッシュされたが変更されていない。データが変更
済み状態であるときは、データの最新バージョンがキャ
ッシュに常駐する。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。
【０１９８】データ・ビット（Ｄ）（４０３）：ＳＥＳ
キャッシュにデータが配置されているかどうかを示す、
１ビットの値。データ・ビットが１のとき、データはキ
ャッシュされている。データ・ビットがゼロのとき、デ
ータはキャッシュされていない。
【０１９９】データ域サイズ（ＤＡＳ）（４０７）：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。初期値は、ディ
レクトリ項目が割り当てられているとき０にセットさ
れ、データ・ビットが１にセットされないかぎりそのま
まである。
【０２００】データ域記憶域（４０６）：各ディレクト
リ項目は、ｋ個のデータ域要素ポインタ１ないしｎも有
する。これらにはそれぞれ、キャッシュ・データ域内の
様々なブロック域（４０６Ａないし４０６Ｎ）のポイン
タが格納される。これらのポインタはそれぞれ、ＳＥＳ
メモリ内のどこのデータ域要素にもアドレスできる。し
たがって、ディレクトリ項目によって参照されるレコー
ドは、ＳＥＳメモリ内に分散する最大Ｎ個のデータ域要
素に入れることができる。
【０２０１】ローカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣ
Ｒ）（図５、図６）：ローカル・キャッシュ・レジスタ
は、ローカル側でキャッシュされたデータ・ブロックの
コピーの位置に関する情報を格納するテーブルである。
テーブルの各行が、１つのディレクトリ項目に該当す
る。各列には、ローカル・キャッシュ識別子（５０２
Ａ、５０２Ｂ、５０２Ｃ）、ローカル・キャッシュ項目
番号（５０３Ａ、５０３Ｂ、５０３Ｃ）、およびローカ
ル・キャッシュ項目番号の有効ビット（５０１Ａ、５０
１Ｂ、５０１Ｃ）が含まれる。
【０２０２】有効なローカル・キャッシュ項目番号は、
指定された名前およびローカル・キャッシュに対して登
録プロセスが実行されたとき、ローカル・キャッシュ・
レジスタに登録される。ローカル・キャッシュ項目番号
が無効化されるのは、ローカル・キャッシュが切断され
るとき、あるいは指定された名前に対してローカル・コ
ピー無効化プロセスまたは補足コピー無効化プロセスが
実行され、かつローカル・キャッシュが、無効化される
１組のローカル・キャッシュの１つであるときである。
【０２０３】図６は、ローカル・キャッシュ・レジスタ
（ＬＣＲ）構造体の１実施例を示している。その項目に
は、ｊ個のＬＣＩＤフィールドが含まれる。ただしｊ
は、シスプレックス内でＳＥＳキャッシュに接続できる
ローカル・キャッシュの最大数である。ＬＣＲの各項目
には、有効ビット（ｖ）およびＬＣＥＮ値（５０４Ａ、
５０４Ｂ、および５０４Ｃ）が含まれる。ｖビットは、
そのフィールドがＬＣＩＤを表す場合、１にセットされ
る。ｖが０の場合、そのフィールドはいかなるＬＣＩＤ
値も表さない。
【０２０４】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要求が出たとき、オペレーテ
ィング・システム・ソフトウェアによって割り当てられ
る。ＬＣＲ内の項目は、ＬＣＩＤ値の順に並べられる。
ＬＣＩＤ１の有効フィールドおよびＬＣＥＮフィールド
が第１ＬＣＲ項目位置にあり、ＬＣＩＤ２の有効フィー
ルドおよびＬＣＥＮフィールドが第２ＬＣＲ項目位置に
あり、以下同様にしてＬＣＩＤｊの有効フィールドおよ
びＬＣＥＮフィールドまで続く。
【０２０５】名前（Ｎ）（４０１）：指定されたデータ
・オブジェクトがキャッシュに登録される際にプログラ
ムによって指定される、１６バイトの値。
【０２０６】有効ビット（Ｖ）（４０２）：ディレクト
リ項目の有効状態を示す、１ビットのフィールド。２つ
の可能な値は０と１であり、０は無効、１は有効を表
す。ディレクトリ項目は無効状態に初期設定される。無
効状態では、ディレクトリ項目が名前への割当てに利用
可能である。有効状態は、名前が割り当てられており、
ディレクトリ項目の残りのフィールドが有効であること
を示す。
【０２０７】ＳＥＳディレクトリ項目のハッシュ・アク
セス：図３に、好ましい実施例におけるＳＥＳディレク
トリの動作方式を示す。ディレクトリ項目は、レコード
の名前を使用して探索される。
【０２０８】ハッシュ・テーブル３０１によって、必要
なディレクトリ項目を迅速に見つけるための探索動作が
可能になる。探索動作では、当技術分野で多数のものが
知られているハッシング・アルゴリズム（３０３）を使
用して、ＣＰＣコマンド中で受け取ったデータ名をハッ
シュする（３０２）。たとえば、ハッシュ動作は、受け
取った名前中の探索されるバイトに対する排他的ＯＲ動
作とすることができる。ハッシュ動作は、ハッシュ・ア
ンカー・テーブル内の項目のハッシュ・テーブル・アド
レスを生成する。異なる名前が、テーブル内の異なる項
目位置に分散されたアドレスを生成するかぎり、どのよ
うなハッシュ・テーブル・アドレスでも名前ごとに生成
できる。各ハッシュ・テーブル項目には、キャッシュ・
ディレクトリ項目のアドレスが含まれる。
【０２０９】各ハッシュ・テーブル項目には、ロック・
フィールドおよびポインタ・フィールドが含まれる。ロ
ック・フィールドは、たとえば、現在ロックを保持して
いる要求側を表す標識をその中に置き、ロック・フィー
ルドを共通の値に設定して、当該要素がロックされてお
らず、どのような要求側によるアクセスにも使用できる
時を示すという、周知のロッキング・ソフトウェア・プ
ロトコルを使用する。各ハッシュ・テーブル項目には、
当初は０にセットされて、ポインタ・アドレスを含まな
いことを示す、ポインタ・フィールドも含まれる。
【０２１０】ハッシュ・テーブル項目のクラスに少なく
とも１つのキャッシュ・ディレクトリ項目（ＤＥ）が存
在するとき、ポインタ・フィールドは、そのクラスの任
意の項目のアドレスで設定される。同じクラスに次のＤ
Ｅが存在するとき、第１のＤＥのハッシュ・クラス・ポ
インタ・フィールドが、第２のＤＥのアドレスで設定さ
れ、以下同様にして、ディレクトリに次のＤＥが追加さ
れるたびに前のポインタ・フィールドが設定され、最後
のＤＥでは、ハッシュ・クラス・ポインタ・フィールド
が０になる。
【０２１１】データ域：データ域とは、単一の名前付き
データ・オブジェクトの内容を格納する記憶域オブジェ
クトである。名前付きデータ・オブジェクトが最初にキ
ャッシュに書き込まれるとき、データ域がディレクトリ
項目と関連付けられ、再利用動作が発生するかあるいは
名前が無効にならないかぎり、関連付けられたままであ
る。データ域は、１〜１６個のデータ域要素で構成され
ている。データ域サイズは、名前付きデータ・オブジェ
クトが書き込まれるときに決定される。
【０２１２】キャッシュ構造体状態：キャッシュ構造体
には、関連する２種の状態がある。それらは以下のとお
りである。
【０２１３】ローカル・キャッシュ状態 ローカル・キャッシュ識別子状態
【０２１４】ローカル・キャッシュ状態：キャッシュ構
造体ローカル・キャッシュは、関連するローカル・キャ
ッシュ識別子が割り当てられているときに存在する。ロ
ーカル・キャッシュは、ローカル・キャッシュ付加コマ
ンドによって付加状態になる。ローカル・キャッシュ
は、ローカル・キャッシュ切断（ｄｅｔａｃｈ−ｌｏｃ
ａｌ−ｃａｃｈｅ）コマンドによって切断プロセスが完
了した時点で切断状態になる。
【０２１５】ローカル・キャッシュ識別子状態：ローカ
ル・キャッシュ識別子は、ローカル・キャッシュ識別子
ベクトルの関連する割当てビットが１のとき、割当て状
態である。ローカル・キャッシュ識別子は、ローカル・
キャッシュ付加コマンドによって割当て状態になる。ロ
ーカル・キャッシュ識別子は、ローカル・キャッシュ識
別子ベクトルの関連する割当てビットが０のとき、割当
て解除状態である。ローカル・キャッシュ識別子は、Ｌ
ＣＩＤ割当て解除制御に応じて、ローカル・キャッシュ
切断コマンドによって割当て解除状態になる。
【０２１６】キャッシュ構造体のオペランド：ＳＥＳキ
ャッシュ・コヒーレンシに関連するキャッシュ構造体オ
ペランドについて、以下に要約する。
【０２１７】割当て制御（ＡＣ）：割当て制御は、名前
割当てプロセスを制御する、１ビットの値である。２つ
の可能な値として、０（割当て抑制）と１（必要時割当
て）がある。
【０２１８】接続情報（ＡＩ）：ローカル・キャッシュ
が接続されるとき、プログラムによって設定される値。
【０２１９】変更制御（ＣＨＧＣ）：変更制御は、デー
タの書込みにどのプロセスを使うかを選択する、１ビッ
トの値である。２つの可能な値として、０（未変更デー
タ書込み）と１（変更済みデータ書込み）がある。
【０２２０】データ域サイズ（ＤＡＳ）：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２進値。有効な値は、０から最大データ域サ
イズまでの範囲である。
【０２２１】データ・ブロック・サイズ（ＤＢＳ）：デ
ータ・ブロックのサイズを４０９６バイト単位の整数倍
として指定する、５ビットの２進値。
【０２２２】目標ディレクトリ／データ比（ＴＤＴＤ
Ｒ）：データ域要素に対するディレクトリ項目の相対数
を指定する、２つの１バイト符号なし２進整数から成る
２バイトのフィールド。第１バイトで指定される整数を
２つの数の合計で割った値は、ディレクトリ項目の数
の、ディレクトリ項目とディレクトリ項目に関連するデ
ータ域要素との合計数に対する比率を表す。第２バイト
で指定された整数を２つの数の合計で割った値は、デー
タ域要素の数の、上記合計数に対する比率である。
【０２２３】無効化ローカル・キャッシュ項目番号（Ｉ
ＬＣＥＮ）：ローカル・キャッシュ項目登録プロセスで
置換されるローカル・キャッシュ項目番号を指定する、
４バイトの符号なし２進整数。
【０２２４】ＩＬＣＥＮ妥当性標識（ＩＬＣＥＮＶ）：
１のとき、無効化ローカル・キャッシュ項目番号応答オ
ペランドの妥当性を示す、１ビットの値。
【０２２５】ＬＣＩＤ割当て解除制御（ＬＵＣ）：ロー
カル・キャッシュ識別子の割当て解除を制御する、１ビ
ットの値。値がＢ^１^のとき、ローカル・キャッシュ識
別子は割当て解除され、ローカル・キャッシュ制御がリ
セットされる。ＬＣＩＤ値は割当てに利用できる。値が
Ｂ^０^のとき、ＬＣＩＤベクトルおよびローカル・キャ
ッシュ制御は更新されない。
【０２２６】ローカル・キャッシュ項目番号（ＬＣＥ
Ｎ）：ローカル・キャッシュ項目を指定する、４バイト
の符号なし２進整数。
【０２２７】ローカル・キャッシュ項目登録制御（ＬＣ
ＥＲＣ）：ローカル・キャッシュ項目登録プロセスを制
御する、１ビットの値。
【０２２８】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。
【０２２９】ローカル・キャッシュ・トークン（ｌＣ
Ｔ）：ＣＰＣ内のローカル・キャッシュを識別する、８
バイトの値。ローカル・キャッシュ・トークンの値は、
定義済みローカル・キャッシュを識別しなければならな
い。
【０２３０】最大データ域サイズ（ＭＤＡＳ）：データ
域の最大可能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２進値。
【０２３１】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。
【０２３２】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。
【０２３３】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は置換抑制、１は名前
置換である。
【０２３４】置換名（ＲＮ）：ローカル・キャッシュ内
で置換されるデータ・ブロックを識別する、１６バイト
の値。
【０２３５】再開トークン（ＲＴ）：ディレクトリが複
数のコマンドに及ばないように動作の処理を制御する、
８バイトの値。
【０２３６】構造体サイズ（ＳＳ）：キャッシュ構造体
に割り振られるＳＥＳ記憶域の４０９６バイト単位の数
を指定する、４バイトの値。
【０２３７】合計データ域要素カウント（ＴＤＡＥ
Ｃ）：キャッシュに割り振られるデータ域要素の数を指
定する、４バイトの符号なし２進整数。
【０２３８】合計ディレクトリ項目カウント（ＴＤＥ
Ｃ）：キャッシュに割り振られるディレクトリ項目の数
を指定する、４バイトの符号なし２進整数。
【０２３９】キャッシュ構造体の諸プロセス：以下のプ
ロセスが、各種のキャッシュ構造体コマンドによって呼
び出される。コマンドによって呼び出される１組のプロ
セスは、コマンド記述にリストされる。
【０２４０】キャッシュ構造体の割振り：キャッシュ構
造体は、まだ存在しない構造体に関してキャッシュ構造
体割振り（ａｌｌｏｃａｔｅ−ｃａｃｈｅ−ｓｔｒｕｃ
ｔｕｒｅ）コマンドが初めて首尾よく呼び出された時点
で作成される。キャッシュ構造体は、キャッシュ構造体
割振りコマンドが１回または複数回首尾よく呼び出され
た後に最初に割り振られる。これらの動作を一般に、キ
ャッシュ割振りプロセスと呼ぶ。
【０２４１】キャッシュ構造体割振りコマンドは、応答
コード０または１が返されると成功である。
【０２４２】キャッシュ割振りプロセスのチェックポイ
ント動作：キャッシュ構造体作成後、キャッシュ構造体
割振りコマンドは、０または１の応答コードが返される
とき必ずチェックポイントされる。キャッシュ構造体作
成後、割振りプロセスは、キャッシュ構造体割振りコマ
ンドが首尾よく実行される間、またはキャッシュ構造体
割振りコマンドが成功した結果、背景処理が継続すると
き、いつでもチェックポイントできる。キャッシュ構造
体割振りコマンドの成功による背景処理は、０の応答コ
ードが返されると停止する。
【０２４３】キャッシュ割振りプロセスがチェックポイ
ントされるとき、構造体サイズ、合計ディレクトリ項目
カウント、および合計データ域要素カウントの各キャッ
シュ・オブジェクトが更新され、空きスペースおよび空
き制御スペースの各大域オブジェクトが更新される。
【０２４４】キャッシュ割振りプロセスの完了：０のコ
ードが返されるとき、要求されたキャッシュ割振りプロ
セスはすべて完了している。
【０２４５】キャッシュ構造体の作成：キャッシュ構造
体を作成するとき、目標ディレクトリ／データ比および
付属割当て標識により、作成される構造体の属性が決定
される。目標ディレクトリ／データ比の第２バイトが０
のとき、データ域要素も付属域要素も作成されず、キャ
ッシュはディレクトリ専用キャッシュである。目標ディ
レクトリ／データ比の第２バイトが非０であり、付属割
当て標識が１のときは、データが最初にデータ域にキャ
ッシュされるとき、ディレクトリ項目に付属域が割り当
てられる。目標ディレクトリ／データ比の第２バイトが
非０であり、付属割当て標識が０のときは、付属域は作
成されない。
【０２４６】キャッシュ構造体が作成されるとき、以下
のことが行われる。
【０２４７】（１）ＳＩＤ値に関連する構造体識別子ベ
クトル中の作成済みビットが１にセットされる。
【０２４８】（２）キャッシュ構造体制御が初期設定さ
れる。
【０２４９】これには、以下のことが含まれる。
【０２５０】ＬＣＩＤベクトルを０に初期設定する。Ｕ
ＳＣオペランドをユーザ構造体制御に置く。付属割当て
標識をＡＡＩオペランドの値に等しく設定する。データ
域要素特性オブジェクトにＤＡＥＸオペランドを格納す
る。最大データ域サイズ・オブジェクトにＭＤＡＳオペ
ランドを格納する。構造体サイズを更新する。
【０２５１】キャッシュ構造体が作成されるとき、以下
のことが行われる。
【０２５２】（１） 構造体サイズ・オブジェクトが、
目標構造体サイズ要求オペランド以下の、利用可能な最
大記憶域サイズの値に初期設定される。
【０２５３】（２） 新規の合計ディレクトリ項目カウ
ント・オブジェクトと合計データ域要素カウント・オブ
ジェクトの比率が、０からディレクトリ／データ比まで
の範囲となる。
【０２５４】変更信号処理：変更信号は、指定されたデ
ータ域について処理される。変更信号処理の一部とし
て、データ項目中で変更ビットが設定され、データが変
更された状態でキャッシュされていることを示す。ディ
レクトリ項目中の変更ビットの設定は、コマンドが完了
する前に実行しておく必要がある。
【０２５５】データ域要素割当て：データ域要素割当て
は、利用可能なデータ域要素を順番に並べた集合を取り
出し、それらをディレクトリ項目に付加し、データ・ビ
ットを１にセットし、データ域サイズ・オブジェクトを
ＤＡＳオペランドの値に設定することにより、指定され
た名前、記憶域クラス、およびデータ域サイズについて
処理される。利用可能なデータ域要素が不十分なとき、
要求を満たすためにデータ域が再利用される。再利用さ
れた各データ域がクリアされ、ディレクトリ項目にデー
タ域要素が付加され、データ域要素の自由リスト上に残
りのデータ域要素が置かれる。
【０２５６】ディレクトリおよびデータ域要素の作成：
キャッシュ構造体に割り当てられた利用可能な記憶域
が、ディレクトリ項目およびデータ域要素を作成するた
めに割り当てられる。作成される各項目および要素の数
は、利用可能な記憶域の量、指定されたディレクトリ／
データ比、データ域要素特性、および指定された構造体
サイズの関数である。その結果得られるディレクトリ項
目およびデータ域要素の数は、それぞれ合計ディレクト
リ項目カウント（ＴＤＥＣ）制御フィールドおよび合計
データ域要素カウント（ＴＤＡＥＣ）制御フィールドに
格納される。
【０２５７】合計ディレクトリ項目カウントの確立後、
ディレクトリ記憶域を減算することによって、データ域
要素の作成に利用可能な合計記憶域を求める。データ域
要素に必要な記憶域は、データ域要素特性およびディレ
クトリ／データ比によって求められる。
【０２５８】ディレクトリおよびデータ域の再利用：図
３５は、ディレクトリおよびデータ域の再利用プロセス
のプロセス・フロー・ダイアグラムである。データ域お
よびディレクトリ項目は、指定された記憶域クラスで再
利用される。再利用プロセスでは、目標記憶域クラスを
識別し（３３０１および３３０２）、目標クラスでもっ
とも古い未変更ディレクトリ項目またはデータ域を探し
出し（３３０３および３３０４）、ディレクトリ項目ま
たはデータ域をディレクトリから切断する（３３０５お
よび３３０６）ことが必要である。
【０２５９】ディレクトリからディレクトリ項目が切断
されると、ディレクトリ項目に無効のマークが付く。ロ
ーカル・キャッシュ・レジスタが走査され、相互無効化
コマンドにより有効なローカル・コピーがすべて無効に
され、項目が無効にされる（３３０７）。
【０２６０】割り当てられたデータ域を持つディレクト
リ項目が再利用されるとき、データ域が解放され、デー
タ域要素が自由リスト上に置かれる（３３０８）。
【０２６１】目標記憶域クラスは、再利用ベクトルが活
動状態のとき、再利用ベクトル・カーソルによって識別
される。図３６は、目標記憶域クラス識別のフロー・ダ
イアグラムである。再利用ベクトルは、参照されると、
次のように更新される。
【０２６２】現アレイ要素の再利用カウントが減分され
る（３４０２）。
【０２６３】カウントが０に達したとき（３４０３から
のＹ経路）、再利用ベクトル・カーソルが、再利用カウ
ントが非０の次のアレイ要素に移動する（３４０５）
（３４０６からのＮ経路）。
【０２６４】再利用ベクトル・カーソルがベクトル中の
最後のアレイ要素を指し、この要素のカウントが０であ
るとき（３４０４からのＹ経路）、反復因数が増分され
（３４０７）、再利用カウントがその初期値にリフレッ
シュされ（３４０９）、カーソルが、もっとも小さな索
引を持ち、非０のカウントを含む（３４０６からのＮ経
路）アレイ要素に移動する。
【０２６５】反復因数が０に達したとき（３４０８から
のＹ経路）、再利用ベクトルは非活動状態になる（３４
１１）。０に達しない場合、再利用ベクトルは活動状態
のままである。
【０２６６】指定された記憶域クラスの再利用ベクトル
が非活動状態のとき（３４０１からのＮパス）、指定さ
れた記憶域クラスが省略時目標クラスになる（３４１
２）。
【０２６７】ＳＥＳキャッシュ記憶域管理プロセスは、
本出願人に譲渡され米国特許出願第号（Ｐ０９９２００
３）に記載されるプロセスを通じて維持されるデータの
保全性をサポートする。ディレクトリ項目が再利用され
るときに相互無効化信号を発行すると、以下のことが発
生しなくなる。
【０２６８】１．Ｘという名前のディレクトリ項目が再
利用されること。ローカル・コピーは有効なままだが、
その登録がもはやＳＥＳによって追跡されない。
【０２６９】２．名前Ｘが、別のディレクトリ項目に登
録され変更されること。有効なローカル・コピーが新規
ディレクトリ項目に登録されないので、ＸＩ信号は発行
されず、ローカル・バッファはコヒーレンシを失う。
【０２７０】ローカル・キャッシュ項目登録解除：ロー
カル・キャッシュ項目は、項目を指定し置換名の値を指
定すると、登録解除される。ローカル・キャッシュ項目
は、ローカル・キャッシュ識別子に対応する行を無効状
態に設定すると、当該名前のローカル・キャッシュ・レ
ジスタから除去される。プログラムは、置換名でなくロ
ーカル・キャッシュ項目番号に対して逐次化される。し
たがって、ＳＥＳは、行を無効に設定する前に、その置
換名に対するローカル・キャッシュ・レジスタ内のロー
カル・キャッシュ項目番号の値をテストしておく必要が
ある。内容がローカル・キャッシュ項目番号の値と一致
しない場合、何の処置も行われない。置換名は、別のプ
ロセスによって、異なるローカル・キャッシュ項目に登
録されている。
【０２７１】ローカル・キャッシュ項目無効化：図１５
および図１６に示すように、別々の３つのプロセスが、
指定された名前のローカル・キャッシュ項目を無効にす
る。ローカル・コピー無効化は、指定された名前付きデ
ータ・ブロックのローカル・コピーをすべて無効にする
（１４０１）。補足コピー無効化は、ＬＣＩＤ要求オペ
ランドで識別されるローカル・キャッシュを除き、指定
された名前付きデータ・ブロックのローカル・コピーを
すべて無効にする（１４０２）。単一コピー無効化は、
指定されたローカル・キャッシュのローカル・コピー１
つを無効にする（１４０９）。
【０２７２】最初の２つのプロセスは、ローカル・キャ
ッシュ項目のリストを無効にする。この場合、特定のロ
ーカル・キャッシュ内でせいぜい１つの項目が無効にさ
れる。最後のプロセスは、ローカル・キャッシュ項目が
１つだけ入っているリストを無効にする。リスト上の各
ローカル・キャッシュ項目は、ローカル・キャッシュ・
レジスタ内のローカル・キャッシュ項目番号を無効に
し、ローカル・キャッシュを含むシステムに対する相互
無効化コマンドを生成すると（１４０３、１４０４、お
よび１４１０）無効にされる。ローカル・キャッシュ項
目番号がすべて無効にされ、生成された相互無効化コマ
ンドがすべて完了すると（１４０５、１４０６、および
１４１１）、プロセスは完了する。ローカル・コピー無
効化プロセス、補足コピー無効化プロセス、および単一
コピー無効化プロセスは、コマンドが完了する前に完了
しておく必要がある。
【０２７３】生成された相互無効化コマンドの処理は、
メッセージ経路の選択（１４０７および１４０８）と、
相互無効化コマンドの処理（１４０３および１４０４）
からなる。無効化される指定された名前付きデータ・ブ
ロックの各ローカル・コピーに対して、１つまたは複数
の相互無効化コマンドが開始される。メッセージ経路
は、ローカル・キャッシュ制御機構中でシステム識別子
値で指定された経路グループから選択される。一次コマ
ンドが完了すると、生成された相互無効化コマンドが完
了する。
【０２７４】システムに相互無効化コマンドを首尾よく
配布できないとき、つまり、メッセージがタイムアウト
したとき、ＳＥＳ機構は、応答ブロックを受け取るま
で、あるいはその経路グループ中のすべての経路にＣＰ
Ｃではエラー、ＳＥＳでは非活動状態のマークが付くま
で、経路グループにおける残りの各活動メッセージ経路
を使ってコマンド配布を試みる必要がある。
【０２７５】経路グループ中の複数の経路上で同一の相
互無効化コマンドを同報通信すると、リンク・エラーが
存在するとき、ローカル・キャッシュ項目処理の完了を
高速化できる。ただし、同報通信プロトコルは、ローカ
ル・キャッシュ項目に対する相互無効化コマンドを送ろ
うと試みて失敗した後、リンクにエラーのマークが付い
た状況に限るべきである。エラーのない状況で同報通信
を行うと、リンクにかなりの負荷を加える可能性がある
ので、避けるべきである。
【０２７６】経路選択時に経路グループが空であると
き、あるいは経路グループ中のすべての経路が非活動状
態であるとき、生成された相互無効化コマンドは、リン
ク動作を開始しなくても完了する。
【０２７７】ローカル・キャッシュ・トークンは、ＣＰ
ＣがＤＥＦＩＮＥ ＶＥＣＴＯＲ命令の結果として割り
当てる。ユーザは、ローカル・キャッシュ付加コマンド
上にローカル・キャッシュ・トークンを提供する。ＳＥ
Ｓ機構は、各相互無効化コマンド上でローカル・キャッ
シュ・トークンを返す。ＣＰＣは、ローカル・キャッシ
ュ・トークンを使用して、プロセッサ記憶域におけるロ
ーカル・キャッシュ・ベクトルの位置を決定する。
【０２７８】メッセージ機構タイムアウト時間内に相互
無効化コマンドがすべて完了するわけではないので、相
互無効化コマンドを生成する直接コマンドをタイムアウ
トさせてもかまわない。したがって、リンク・エラーが
存在するとき、経路グループ中の複数の経路上で同じ相
互無効化コマンドを同報通信する必要はない。
【０２７９】オペレーティング・システムは、インタフ
ェース制御チェックを検出すると、経路の妥当性を再び
検査した後、直接コマンドを再駆動する。メッセージ・
プロセッサ・タイムアウト手順が呼び出されると、相互
無効化コマンドが完了し、あるいはモデル従属のある回
数の再試行の後、非活動状態のマークが付く。したがっ
て、非活動経路が経路グループから除去されているの
で、再駆動されたコマンドは先へ進むはずである。
【０２８０】ローカル・キャッシュ項目登録：ローカル
・キャッシュ項目は、図３０に示すように、項目および
名前を指定することによって登録される。ローカル・キ
ャッシュ項目は、ローカル・キャッシュ項目番号および
ローカル・キャッシュ識別子によって指定される。ロー
カル・キャッシュ識別子に対応する行のローカル・キャ
ッシュ項目番号フィールドを更新すると、ローカル・キ
ャッシュ項目が当該名前のローカル・キャッシュ・レジ
スタに追加される。
【０２８１】ローカル・キャッシュ・レジスタ行が無効
状態のとき（２８０１）、指定されたＬＣＥＮがローカ
ル・キャッシュ項目番号フィールドに格納され、その行
に有効のマークが付く（２８０２）。ＩＬＣＥＮ妥当性
標識応答オペランドが、０にセットされる（２８０
３）。
【０２８２】ローカル・キャッシュ・レジスタ行が有効
状態のとき、指定されたＬＣＥＮが、ローカル・キャッ
シュ項目フィールドの値と比較される。比較の結果、Ｉ
ＬＣＥＮと値が等しかったとき（２８０４）は、ローカ
ル・キャッシュ・レジスタに変更は加えられず、ＩＬＣ
ＥＮ妥当性標識応答オペランドは０にセットされる（２
８０５）。ＬＣＥＮと値が等しくなかったときは、以下
のことが行われる（２８０６）。
【０２８３】登録されたローカル・キャッシュ項目番号
が、単一コピー無効化プロセスによって無効になる（２
８０７）。
【０２８４】指定されたローカル・キャッシュ項目番号
がローカル・キャッシュ項目フィールドに格納され、行
に有効のマークが付く（２８０８）。
【０２８５】無効にされたローカル・キャッシュ項目番
号の値がＩＬＣＥＮ応答オペランドに格納され（２８０
９）、ＩＬＣＥＮ妥当性標識が１にセットされる。
【０２８６】ローカル・キャッシュ登録プロセスが、Ｌ
ＣＥＮ置換実行済み条件で完了する（２８１０）。
【０２８７】名前割当て：名前割当ては、無効なディレ
クトリ項目を取り出し、有効のマークをつけ、名前を初
期設定し、ディレクトリにディレクトリ項目を付加する
ことにより、指定された名前に対して処理される。
【０２８８】無効なディレクトリ項目がないときは、有
効なディレクトリ項目を、ＳＥＳによって再利用し、現
行の内容をクリアして、ディレクトリに付加できる。も
っとも古い未変更ディレクトリ項目が再利用される。デ
ィレクトリ項目を再利用すると、相互無効化信号が発行
される可能性がある。
【０２８９】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１６個のビットはそれぞれ、左
から順に、名前フィールドの１６個のバイトに対応して
いる。比較は、左から右に１バイトずつ進んでいく。マ
スク中の対応するビットが１のとき、バイトが比較され
る。そうでない場合、比較は行われず、動作は次のバイ
トに進む。
【０２９０】参照信号処理：参照信号は、指定された名
前および記憶クラスに対して処理される。ディレクトリ
項目に記憶クラスが格納され、記憶クラス待ち行列の一
番下にディレクトリ項目が追加される。これは、記憶ク
ラスへの最初の配置であることも、記憶域クラス指定の
変更を表していることも、あるいは記憶クラス内のデー
タの参照であることもある。
【０２９１】変更済みデータの書込み：変更制御値が１
の場合、ＬＣＩＤ値で指定されたローカル・キャッシュ
からＳＥＳキャッシュにデータが変更された状態で書き
込まれることを示す。補足コピーを無効化すると、デー
タ域の変更が、残りのローカル・キャッシュと同期化さ
れる。残りの動作には、変更済みデータ域の格納と変更
信号の処理がある。
【０２９２】データは、割り当てられ順番に並べられた
データ域要素の集合に格納される。書込みプロセスが既
存のデータ域に対するものであり、データ域サイズ・オ
ペランドがデータ域サイズ・オブジェクトより小さい場
合、もっとも小さな番号のデータ域要素にデータ・ブロ
ックが書き込まれ、データ域要素の自由リスト上に残り
のデータ域要素が格納され、ディレクトリ項目中のデー
タ域サイズ・オブジェクトがデータ域サイズ・オペラン
ドの値で更新される。
【０２９３】書込みプロセスが既存のデータ域に対する
ものであり、データ域サイズ・オペランドがデータ域サ
イズ・オブジェクトより大きい場合、ディレクトリ項目
に別のデータ域要素が割り当てられ、データ域にデータ
・ブロックが格納され、ディレクトリ項目中のデータ域
サイズ・オブジェクトがデータ域サイズ・オペランドの
値で更新される。
【０２９４】未変更データの書込み：変更制御値が０の
場合、ＳＥＳキャッシュにデータが未変更のまま書き込
まれることを示している。これには、データ域を未変更
のまま格納することが含まれる。
【０２９５】データは、割り当てられ順番に並べられた
データ域要素の集合に格納される。書込みプロセスが既
存のデータ域に対するものであり、データ域サイズ・オ
ペランドがデータ域サイズ・オブジェクトより小さい場
合、もっとも小さな番号のデータ域要素にデータ・ブロ
ックが書き込まれ、データ域要素の自由リスト上に残り
のデータ域要素が格納され、ディレクトリ項目中のデー
タ域サイズ・オブジェクトがデータ域サイズ・オペラン
ドの値で更新される。
【０２９６】書込みプロセスが既存のデータ域に対する
ものであり、データ域サイズ・オペランドがデータ域サ
イズ・オブジェクトより大きい場合、ディレクトリ項目
に別のデータ域要素が割り当てられ、データ域にデータ
・ブロックが格納され、ディレクトリ項目中のデータ域
サイズ・オブジェクトがデータ域サイズ・オペランドの
値で更新される。
【０２９７】キャッシュ構造体コマンド：以下のコマン
ドについて、それらのコマンドのプロセス・フロー・ダ
イアグラムに示す、ＳＥＳにおいてＳＥＳオブジェクト
に対して行われる処置に関して説明する。
【０２９８】キャッシュ構造体割振り（Ａｌｌｏｃａｔ
ｅ Ｃａｃｈｅ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）−図８および図
９ ローカル・キャッシュ付加−図１０ ローカル・キャッシュ切断−図１１ キャッシュ構造体割振り解除（Ｄｅａｌｌｏｃａｔｅ
Ｃａｃｈｅ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）−図１２ 補足コピー無効化−図１３ 名前無効化−図１４ 読取り及び登録−図１７ 書込み及び登録−図１８および図１９ 登録時書込み−図２０
【０２９９】キャッシュ構造体割振り：図８および図９
は、キャッシュ構造体割振りコマンドのプロセス・フロ
ー・ダイアグラムである。キャッシュ構造体割振りコマ
ンドは、キャッシュ構造体用の記憶資源を作成する。
【０３００】キャッシュ構造体割振りコマンドは、キャ
ッシュ構造体作成時にユーザ構造体制御要求オペランド
の値でユーザ構造体制御を更新し（７０１）、あるいは
以下のときにキャッシュ構造体を作成する（７０４）。
【０３０１】（１）構造体識別子の指定された作成済み
ビットがゼロである。
【０３０２】（２）構造体サイズが、少なくとも１つの
ディレクトリ項目および関連する制御を作成するのに十
分である（７０２）。
【０３０３】キャッシュ構造体割振りコマンドは、以下
のときにキャッシュ構造体の初期割振りを継続する（８
０１）。
【０３０４】（１）構造体識別子ベクトルの指定された
作成済みビットが１である。
【０３０５】（２）構造体の初期割振りが完了していな
い。
【０３０６】キャッシュ構造体プロセスはチェックポイ
ントされ、構造体の初期割振りが完了した時点で、確立
されたチェックポイントで完了する（７０３）（８０
２）。
【０３０７】要求されたキャッシュ構造体プロセスがす
べて完了したとき、プロセスがチェックポイントされ、
合計ディレクトリ項目カウント、合計データ域要素カウ
ント、構造体サイズ、空きスペース大域制御、および完
了応答コードがプログラムに返される（７０９）。
【０３０８】割振りプロセスが完了しないうちにモデル
従属の時間が経過すると、プロセスがチェックポイント
され、合計ディレクトリ項目カウント、合計データ域要
素カウント、構造体サイズ、空き制御スペース大域制
御、および例外応答コードがプログラムに返される（７
１１）。
【０３０９】指定された構造体サイズが、少なくとも１
つのディレクトリ項目およびそれに関連する制御を作成
するには不十分なとき、構造体サイズ応答オペランド
に、要求をサポートするのに必要な最小構造体サイズが
置かれる。構造体サイズ応答オペランドおよび例外応答
コードがプログラムに返される（７１３）。
【０３１０】ローカル・キャッシュ付加：図１０は、ロ
ーカル・キャッシュ付加コマンドのプロセス・フロー・
ダイアグラムである。ローカル・キャッシュ付加コマン
ドは、既存のＳＥＳキャッシュに対するローカル・キャ
ッシュを識別し、ローカル・キャッシュ制御機構を初期
設定し、指定されたローカル・キャッシュ識別子を割り
当てる。
【０３１１】ローカル・キャッシュのキャッシュ構造体
への接続には、付加状況を活動状態にし（９０３）、ロ
ーカル・キャッシュ制御を設定し（９０１）、ローカル
・キャッシュ識別子が割り当てられていないとき、指定
されたローカル・キャッシュ識別子を割り当て（９０
２）、ローカル・キャッシュ・レジスタ内に各ディレク
トリ項目用の行を作成することが含まれる。ローカル・
キャッシュ制御には、ローカル・キャッシュ・トーク
ン、切断再開トークン、付加情報、付加状況、およびシ
ステム識別子がある。システム識別子の値は、ＡＬＣコ
マンドの配布に使用されるメッセージ経路のメッセージ
経路状況ベクトルから取り出す。
【０３１２】ローカル・キャッシュ切断：図１１は、ロ
ーカル・キャッシュ切断コマンドのプロセス・フロー・
ダイアグラムである。ローカル・キャッシュ切断コマン
ドは、ＳＥＳキャッシュに対するローカル・キャッシュ
の識別子を除去し、指定されたローカル・キャッシュ識
別子を解放する。
【０３１３】ディレクトリは、ローカル・キャッシュ制
御中の切断再開トークンで指定されたディレクトリ項目
から探索を開始される（１００２）。切断再開トークン
が０のとき、切断処理が開始される。切断再開トークン
が０でないとき、切断処理は、トークンで指定されたデ
ィレクトリ項目から再開する。
【０３１４】各ディレクトリ項目について、ＬＣＩＤ要
求オペランドで指定されたローカル・キャッシュに割り
当てられている行をクリアすると、ローカル・キャッシ
ュ・レジスタが更新される（１００１）。
【０３１５】モデル従属のタイムアウト値を超えたと
き、ローカル・キャッシュ制御中の切断再開トークンが
更新される（１００６）。
【０３１６】ローカル・キャッシュ識別子が割り当てら
れていないとき、コマンドは、そのことを示す戻りコー
ドで完了する（１００８）。
【０３１７】ローカル・キャッシュの切断では、ローカ
ル・キャッシュ切断コマンドを複数回実行しなければな
らない場合がある。切断プロセス中に、ディレクトリが
変わることがある。切断が完了しないうちに処理する必
要がある１組のディレクトリ項目は、切断処理の開始時
に存在し、以後ずっと有効である有効なディレクトリ項
目からなる。切断が開始された後に追加または削除され
たディレクトリ項目を処理する必要はない。ディレクト
リ項目は１度処理するだけでよい。処理後に更新された
ディレクトリ項目を、再度処理する必要はない。
【０３１８】キャッシュ構造体割振り解除：図１２は、
キャッシュ構造体割振り解除コマンドのプロセス・フロ
ー・ダイアグラムである。キャッシュ構造体割振り解除
コマンドは、指定されたキャッシュ構造体を削除する。
これには、記憶域を解放し、空きスペースを更新し（１
１０１）、および空き制御スペース大域制御を更新する
ことが含まれる。
【０３１９】補足コピー無効化：図１３は、補足コピー
無効化コマンドのプロセス・フロー・ダイアグラムであ
る。補足コピー無効化コマンドは、マスク条件のもと
で、その名前が入力された名前と一致する、各名前付き
データ・ブロックのローカル・キャッシュ・コピーを無
効にする。ただし、指定されたローカル・キャッシュは
除く。
【０３２０】名前の比較は、マスクされていないバイト
がすべて等しいとき成功である（１２０１）。マスクが
０の場合、すべての名前が処理される。すべて１のマス
クの場合は、名前が１つだけ識別される。
【０３２１】ディレクトリが走査される（１２０２）。
マスク条件のもとで、その名前が入力された名前と一致
する、各名前付きデータ・ブロックの補足コピーが無効
になる（１２０３）。
【０３２２】ディレクトリ走査は、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の場合は
処理が開始し、トークン値が非０の場合は、トークンで
指定された場所から処理が再開する。ディレクトリ全体
の処理が完了したとき、あるいはモデル従属タイムアウ
トを超えたとき、処理が完了する（１２０４）。ディレ
クトリの終わりに達した（１２０５）とき、コマンドが
完了する。テーブルの終わりに達しないうちにモデル従
属のタイムアウトが発生した（１２０４）ときは、再開
トークンが生成され（１２０６）、戻りコードと共に返
される。
【０３２３】すべて１のマスクが指定されるとき、名前
が１つだけ無効になる。したがって、ディレクトリの探
索は確実ではない。すべて１のマスクによって名前がハ
ッシュされる場合、コマンド実行時間が短縮される。
【０３２４】名前無効化：図１４は、名前無効化コマン
ドのプロセス・フロー・ダイアグラムである。名前無効
化コマンドは、マスク条件のもとで、入力された名前と
一致するすべての名前をＳＥＳキャッシュ・ディレクト
リから切断する。
【０３２５】名前の比較は、マスクされていないバイト
がすべて等しいとき成功である（１３０１）。マスクが
０の場合、すべての名前が無効になる。すべて１のマス
クでは、名前が１つだけ無効になる。
【０３２６】ディレクトリが走査される（１３０２）。
マスク条件のもとで、ディレクトリに割り当てられた、
入力された名前と一致する各名前が無効にされる（１３
０３および１３０４）。名前がディレクトリから切断さ
れ、無効のマークが付けられる（１３０５および１３０
６）。データがキャッシュされるとき、ディレクトリか
らデータ・テーブル項目が切断され、内容がクリアさ
れ、その項目が再使用可能になる（１３０７）。
【０３２７】ディレクトリ走査は、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の場合は
処理が開始し、トークン値が非０の場合は、トークンで
指定された場所から処理が再開する。ディレクトリ全体
の処理が完了したとき、あるいはモデル従属のタイムア
ウトを超えたとき、処理が完了する。ディレクトリの終
わりに達したとき、コマンドが完了する（１３０８）。
テーブルの終わりに達しないうちにモデル従属のタイム
アウトが発生した（１３０９）ときは、再開トークンが
生成される（１３１０）。
【０３２８】読取りおよび登録：図１７は、読取り及び
登録コマンドのプロセス・フロー・ダイアグラムであ
る。読取り及び登録コマンドは、指定されたデータ域の
内容をローカル・キャッシュに返し、ローカル・キャッ
シュ項目を登録する。データがキャッシュされていない
ときは、登録動作だけが実行される。読取り及び登録コ
マンドはまた、ディレクトリに名前が割り当てられてい
ないとき、割当てを行う。
【０３２９】名前置換制御要求オペランド（ＮＲＣ）が
１のとき（１５０１）は、置換名およびローカル・キャ
ッシュ識別子要求オペランドで指定されたローカル・キ
ャッシュ項目が登録解除される（１５０２）。名前置換
制御が０のとき、登録解除は行われない。
【０３３０】データがキャッシュされているとき（１５
０３）、ローカル・キャッシュ項目が登録され（１５０
４）、当該記憶クラスに対して参照信号が開始され（１
５０５）、データおよび変更ビットが返される（１５０
６）。
【０３３１】ディレクトリに名前が割り当てられている
が、データがキャッシュされていない（１５０７）とき
は、ローカル・キャッシュ項目が登録され（１５０
８）、当該記憶クラスに対して参照信号が開始される
（１５０９）。
【０３３２】ディレクトリに名前が割り当てられてい
ず、ディレクトリ割当てが抑制されていない（１５１
２）ときは、ディレクトリ項目割当て動作が実行される
（１５１３）。キャッシュが満杯でない場合、ディレク
トリ項目が割り当てられ、ローカル・キャッシュ項目が
登録され（１５１４）、当該記憶クラスに対して参照信
号が開始される（１５１５）。
【０３３３】ディレクトリに名前がリストされておら
ず、割当てが抑制されている（１５１１）ときは、コマ
ンドが完了し、例外応答コードが返される。
【０３３４】プロセッサ・ローカル記憶域中のローカル
有効ビットの設定は、コマンドの実行と逐次化する必要
がある。以下の状況は避けなければならない。
【０３３５】１．ＳＥＳ制御装置に読取り及び登録コマ
ンドが送られ、ＳＥＳ逐次化のもとで要求側に関するデ
ィレクトリが更新されること。
【０３３６】２．応答が送られ、逐次化が解除されるこ
と。
【０３３７】３．当該名前に対して登録時書込みコマン
ドが処理されること。
【０３３８】４．ローカル・システムに対して相互無効
化信号が生成されること。
【０３３９】５．相互無効化信号が最初に到着し、ロー
カル有効ビットを無効にすること。
【０３４０】６．読取り及び登録応答が到着し、プログ
ラムがＣＰＵ命令を発行して、ローカル有効ビットの妥
当性を検査すること。
【０３４１】ローカル・キャッシュ中のデータはこのと
き有効に見えるが、実際にはそうではない。これが保全
性の露出（危険にさらされること）である。これは、以
下のプロトコルを使用すれば避けられる。
【０３４２】１．プログラムがＣＰＵ命令を発行して、
ローカル有効ビットをセットする。
【０３４３】２．読取り及び登録コマンドがＳＥＳ制御
装置に送られ、ＳＥＳ逐次化のもとで要求側に関するデ
ィレクトリが更新される。
【０３４４】３．読取り及び登録応答が到着し、プログ
ラムが応答コードを問い合わせる。応答コードが登録の
成功を示すとき、コマンド処理は完了している。そうで
ない場合、ＣＰＵ命令が発行されて、ローカル有効ビッ
トをリセットする。
【０３４５】上記の状況が発生すると、ローカル有効ビ
ットの最終状態は０にリセットされて、ビットの正しい
状態を反映するようになる。
【０３４６】書込みおよび登録：図１８および図１９
は、書込み及び登録コマンドのプロセス・フロー・ダイ
アグラムである。書込み及び登録コマンドは、データ域
にデータ・ブロックの内容を格納し、変更ビットがデー
タの変更状態と一致するときにローカル・キャッシュ項
目を登録する。
【０３４７】書込み及び登録コマンドはまた、ディレク
トリに名前が割り当てられていないときは、ディレクト
リ項目を割り当てる。
【０３４８】名前置換制御要求オペランド（ＮＲＣ）が
１のとき（１６０１および１７０１）、置換名およびロ
ーカル・キャッシュ識別子要求オペランドで指定された
ローカル・キャッシュ項目の登録が解除される（１６０
２および１７０２）。名前置換制御が０のときは、登録
解除は行われない。
【０３４９】データがキャッシュされていないとき、デ
ータ・テーブル項目が割り当てられる（１６０３、１６
０４、１７０３、および１７０４）。ディレクトリに名
前が割り当てられていることもいないこともあり得る。
割り当られていない場合、名前割当ても行われる（１６
０５および１７０５）。割当てが成功すると、変更制御
が０のときは、ＳＥＳキャッシュにデータが未変更のま
ま書き込まれ（１６０６および１６１０）、変更制御が
１のときは、変更された状態で書き込まれる（１７０６
および１７１０）。さらに、ローカル・キャッシュ項目
が登録される（１６０７、１６１１、１７０７、１７１
１）。データがキャッシュされており、変更制御が１の
ときは、補足コピー無効化プロセスによって、他のロー
カル・キャッシュ中のそのデータの他のコピーが無効に
される（１７１４）。
【０３５０】データがすでに未変更のままキャッシュさ
れている（１６１４）とき、変更制御が０の場合は、デ
ータが未変更のまま書き込まれ（１６１５）、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
（１７１５）。
【０３５１】データがすでに変更された状態でキャッシ
ュされており、変更制御が０のときは（１６１６）、デ
ータは書き込まれず、ローカル・キャッシュ項目は登録
されない。変更制御は、データの変更状態と一致しな
い。コマンドが完了し、例外応答コードが返される。
【０３５２】データが、変更された状態でキャッシュさ
れており、変更制御が１のときは（１７１３）、補足コ
ピー無効化処理によって、他のローカル・キャッシュ中
のそのデータのコピーが無効になり（１７１４）、デー
タが変更された状態で書き込まれ（１７１５）、成功応
答コードが返される。
【０３５３】登録時書込み：図２０は、登録時書込みコ
マンドのプロセス・フロー・ダイアグラムである。ディ
レクトリに名前が割り当てられており、ローカル・キャ
ッシュ項目が登録されており、変更制御がデータの変更
状態と一致する場合、登録時書込みコマンドは、データ
域にデータ・ブロックの内容を格納する。
【０３５４】ローカル・キャッシュ項目が登録されてお
り、データがキャッシュされていない（１８０１および
１８０２）とき、データ・テーブル項目が割り当てられ
る（１８０３および１８０４）。割当てが成功し、変更
制御が０の場合（１８０５）、データが未変更のまま書
き込まれる。割当てが成功し、変更制御が１の場合（１
８０６）、データが変更された状態で書き込まれ、補足
コピー無効化プロセスによって、データの他のローカル
・キャッシュ・コピーはすべて無効にされる（１８０
７）。
【０３５５】ローカル・キャッシュ項目が登録されてお
り、データがすでに未変更のままキャッシュされている
とき（１８０９）、変更制御が０の場合は、データが未
変更のまま書き込まれ（１８１０）、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（１８１
１）。
【０３５６】ローカル・キャッシュ項目が登録されてい
ないとき（１８１２および１８１３）、コマンドは完了
し、例外応答コードが返される。
【０３５７】ローカル・キャッシュ項目が登録されてお
り、データがすでに変更された状態でキャッシュされて
おり、変更制御が０のとき（１８１４）、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一致しな
い。
【０３５８】ローカル・キャッシュ項目が登録され、デ
ータが変更された状態でキャッシュされ、変更制御が１
のとき（１８１５）、データが変更された状態で書き込
まれ（１８１１）、補足コピー無効化プロセスによっ
て、データの他のローカル・キャッシュ・コピーはすべ
て無効になる（１８０８）。
【０３５９】共用データ・コヒーレンシ使用法： 概要：ＳＥＳキャッシュ、ＳＥＳキャッシュを使用する
ローカル・データ・マネージャ、およびオペレーティン
グ・システム・サポートから成るシステム構造体の概要
を図２１、図２２、図２３、図２４、および図２５に示
す。図２１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。
シスプレックス内の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・
プールが構築でき（１９０１）、ＳＥＳキャッシュ構造
体をサポートす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
ッシュ構造体にアクセスする権限を与えることができ
（１９０２）、オペレーティング・システム・サービス
を使用して、タイムアウト間隔が設定できる（１９０
６）。
【０３６０】ＳＥＳキャッシュ構造体をサポートするオ
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キャッシュ構造体にアクセスする権
限を与えるために呼び出される（１９０２）。これらの
サービスはまず、要求されたＳＥＳキャッシュ構造体が
すでに割り振られているかどうかを判定する（１９０
３）。ＳＥＳ構造体がまだ割り振られていない場合、キ
ャッシュ構造体割振りコマンドが呼び出されて、ＳＥＳ
キャッシュ構造体を作成させる（１９０４）。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 ＶＥＣ
ＴＯＲ ＣＰＵ命令を発行することにより、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が、ローカル・キャッシ
ュとＳＥＳキャッシュと関連付けるために発行される
（１９０５）。
【０３６１】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。多数の異なるプロトコルに従うことができる。メイ
ンライン使用法の例を図２２および図２３に示す（１８
０７の詳細）。
【０３６２】ＤＡＳＤからデータを取り出し ＳＥＳキャッシュに格納して ＳＥＳキャッシュから取り出し ＤＡＳＤに格納することができる。
【０３６３】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出すプログラム
によって指令される。たとえば、そのようなプログラム
は、トランザクション・プログラムを実行させるエンド
・ユーザからの要求の結果として実行できる。
【０３６４】データベース・バッファ・マネージャに要
求が出されるとき、バッファ・マネージャは、要求され
たデータがすでにローカル・バッファ内にあるかどうか
判定する（２００１）。ローカル・バッファにデータが
ある場合、データの妥当性がチェックされる（２００
２）。ローカル・バッファ内のデータは、データベース
・マネージャの他のインスタンスによって更新が実行さ
れたために無効になることがある（図２３の２１０３お
よび２１０５）。ローカル・バッファ内でデータが有効
な場合、参照リスト処理（ｐｒｏｃｅｓｓ ｒｅｆｅｒ
ｅｎｃｅ ｌｉｓｔ）コマンドを介してＳＥＳデータ要
素参照を更新するための名前リスト中に項目が作成され
る（２００３）。
【０３６５】データが現在ローカル・バッファ内で有効
でない場合、バッファが割り当てられ、妥当性標識が割
り当てられる（２００４）。読取り及び登録コマンドを
発行して、ＳＥＳキャッシュにローカル・バッファを登
録し、ＳＥＳキャッシュにデータが格納されている場合
はそれを取り出す（２００５）。ＳＥＳキャッシュから
データを取り出さない場合（２００６で行われるテス
ト）、ＤＡＳＤからデータが読み取られる（２００
８）。要求されたデータを呼出し側に戻すことによっ
て、読取り要求は完了する。
【０３６６】更新要求の場合、バッファ・マネージャに
よってローカル・バッファの内容が更新される（２１０
１）。次に、ＳＥＳキャッシュにデータを格納するかど
うか決定が行われる（２１０２）。ＳＥＳキャッシュに
データを格納する場合は、登録時書込みコマンドを発行
する（２１０３）。登録時書込みコマンドによる処理の
一部として、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・バッファ内にあるデータ要素の他のコ
ピーがすべて無効になる。ＳＥＳキャッシュにデータを
格納しない場合は、データをＤＡＳＤに書き込むことが
できる（２１０４）。ＤＡＳＤにデータが書き込まれて
いるとき、補足コピー無効化コマンドが発行され、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・
バッファ内のデータ要素の他のコピーがすべて無効にな
る（２１０５）。
【０３６７】メインライン動作中、バッファ・マネージ
ャは、ＳＥＳキャッシュの記憶域を管理する責任も負う
（１９０８、詳細は図２４および図２５）。バッファ・
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行も管理する責任を負う。初期
設定中にタイムアウト間隔が確立されると、オペレーテ
ィング・システムは、ＳＥＳキャッシュ記憶域の管理
と、ＳＥＳキャッシュ・データのＤＡＳＤへの移行のた
め、周期的に処理ルーチンに制御を渡す。
【０３６８】ＳＥＳキャッシュの記憶域を管理するため
の１つのプロトコルの概要を図２４に示す。この処理に
は、ＳＥＳキャッシュ構造体の用途の初期設定中にデー
タベース・マネージャが確立する周期的間隔で制御が渡
される。各記憶域クラスに対して記憶域クラス情報読取
り（ｒｅａｄ ｓｔｏｒａｇｅ ｃｌａｓｓ ｉｎｆｏ
ｒｍａｔｉｏｎ）コマンドが発行される（２２０１）。
各記憶域クラスのヒット率が算出される（２２０２）。
得られたヒット率が、各記憶域クラスに対して設定され
た性能目標と比較され、記憶クラス・サイズの調整量が
計算される（２２０３）。割り振られたＳＥＳ資源の変
更が必要な各記憶域クラスについては、再利用ベクトル
設定（ｓｅｔ ｒｅｃｌａｉｍｉｎｇ ｖｅｃｔｏｒ）
コマンドが発行されて、再利用ベクトルを活動化する
（２２０４）。メインライン動作中にローカル・バッフ
ァ参照が記録された各記憶域クラスに対して、参照リス
ト処理コマンドが発行される（２００３）。
【０３６９】ＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤへのデータ
の移動を管理するための１つのプロトコルの概要を図２
５に示す。この処理には、ＳＥＳキャッシュ構造体の用
途の初期設定中にデータベース・マネージャが確立する
周期的間隔で制御が渡される。各キャストアウト・クラ
スに対してキャストアウト・クラス情報読取りコマンド
が発行され、キャストアウト・クラス候補が選択される
（２３０１）。選択された各キャストアウト・クラスに
対してキャストアウト・クラス読取りコマンドが発行さ
れる（２３０２）。最も以前に更新されたディレクトリ
項目のリストが返される。選択された各ディレクトリ項
目に対してキャストアウト用読取り（ｒｅａｄ ｆｏｒ
ｃａｓｔｏｕｔ）コマンドが発行される（２３０
３）。ＳＥＳから読み取ったデータをＤＡＳＤに書き込
ませる入出力要求が作成される（２３０４）。入出力動
作が完了した時点で、キャストアウト・ロック解除（ｕ
ｎｌｏｃｋ ｃａｓｔｏｕｔ ｌｏｃｋｓ）コマンドが
発行される（２３０５）。
【０３７０】ＳＥＳキャッシュを使用するデータベース
がどれもアクセスされなくなると、ＳＥＳキャッシュか
らデータベース・マネージャを切断できる（１９０
９）。データベース・マネージャは、変更されたデータ
要素をすべてＳＥＳキャッシュからＤＡＳＤに移行する
か、それとも変更済みデータ要素をＳＥＳキャッシュ内
に残すかを選択できる。ＳＥＳキャッシュに残っている
変更済みデータ要素がなくなった場合、ＳＥＳキャッシ
ュ構造体を割振り解除するか、あるいは将来の使用のた
めに割り振ったままにしておくことができる。データベ
ース・マネージャは、ＳＥＳキャッシュ構造体から切断
させるために、オペレーティング・システム・サービス
を呼び出す（１９０９）。ローカル・キャッシュ切断コ
マンドが発行され、ローカル・キャッシュのＳＥＳキャ
ッシュとの関連付けが解除される。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）を再割当てに利用可能にする。ＤＥＦＩＮ
Ｅ ＶＥＣＴＯＲ ＣＰＵ命令が発行されて、キャッシ
ュ・コヒーレンシ・ベクトルを解放する。オペレーティ
ング・システム・サービスは、ＳＥＳキャッシュを割振
り解除するかどうかを決定する（１９１１）。ＳＥＳキ
ャッシュ構造体を割振り解除する場合、キャッシュ構造
体割振り解除（Ｄｅａｌｌｏｃａｔｅ Ｃａｃｈｅ Ｓ
ｒｕｃｔｕｒｅ）コマンドが呼び出される（１９１
２）。次に、データベース・マネージャによってローカ
ル・バッファ・プールが解放される（１９１３）。
【０３７１】ローカル・キャッシュ管理：ローカル・キ
ャッシュの管理は、ＳＥＳ構造体に付加されたＣＰＣで
実行されるプログラミングによって実行される。図２６
に示すオブジェクトは、プログラミングで使用する制御
を表している。ローカル・キャッシュ・ディレクトリ
（２４０１）は、任意の時点でローカル・キャッシュ内
に存在する各ローカル・キャッシュ・バッファの項目を
提供する。このディレクトリ内の項目（２４０３）は、
データ要素の名前、データ要素に現在割り当てられてい
るＬＣＥＮ、データ要素の有効な標識、データ要素の変
更状態の指示、データ要素と関連するバッファのアドレ
スを含む、１組のフィールドから構成される。ＬＣＥＮ
のディレクトリ項目への割当ては、プログラミングの制
御下で行われ、ＬＣＥＮ割当てベクトルを使用して動的
に確立できる（２４０４）。データ要素と関連するバッ
ファのアドレスが、ローカル・キャッシュ・バッファに
格納されているデータ要素を探し出す手段を提供する
（２４０２）。
【０３７２】１つの実施態様では、ＬＣＥＮ値のディレ
クトリ項目に対する固定した関連が存在する。この実施
態様では、ＣＰＣ上のオペレーティング・システムが管
理する仮想記憶域にローカル・キャッシュ・バッファが
常駐している。データ・マネージャの初期設定中、仮想
記憶域にローカル・キャッシュ・バッファが確立され、
ＬＣＥＮ値とローカル・キャッシュ・バッファの間に固
定した関連が作られる。つまり、バッファ１に１のＬＣ
ＥＮ値が割り当てられ、バッファ２に２のＬＣＥＮ値が
割り当てられ、以下同様である。
【０３７３】第２の実施態様では、ＬＣＥＮ値とディレ
クトリ項目の関連付けが動的である。この実施態様で
は、ＣＰＣ上のオペレーティング・システムが管理する
仮想記憶域にローカル・キャッシュ・バッファが常駐
し、ＣＰＣの拡張記憶域に第２レベルのローカル・キャ
ッシュ・バッファが存在する。仮想プールおよび拡張プ
ール内の各ローカル・キャッシュ・バッファに対してデ
ィレクトリ項目が存在する。仮想記憶域プールと拡張記
憶域プールの間のデータの移動は、一定のデータ要素の
参照の頻度に基づき、プログラムの制御下で行われる。
全体的な流れは以下のとおりである。
【０３７４】１．ＤＡＳＤから仮想バッファにデータ要
素が読み込まれ、ディレクトリ項目が割り当てられる。
【０３７５】２．仮想バッファ・プール内のデータ要素
が、ＬＲＵ順序で維持される。
【０３７６】３．周期的プロセスが実行され、最も以前
に使用されたデータ要素が、仮想バッファ・プールから
拡張記憶域バッファ位置に移動される。
【０３７７】Ａ．データ要素が仮想バッファ・プールか
ら拡張記憶域バッファ位置に移動されるとき、データ要
素と関連するディレクトリ項目が、仮想記憶域バッファ
のディレクトリ項目から拡張記憶域バッファのディレク
トリ項目に変わる。
【０３７８】Ｂ．データ要素が仮想バッファ・プールか
ら拡張記憶域バッファ位置に移動されるとき、仮想記憶
域および関連するディレクトリ項目が再割当てに利用可
能になる。
【０３７９】４．拡張バッファ・プール内のデータ要素
が、ＬＲＵ順序で維持される。
【０３８０】５．周期的プロセスが実行され、最も以前
に使用された拡張バッファ・プール要素およびそれに関
連するディレクトリ項目が利用可能になる。
【０３８１】６．拡張バッファ・プール要求が再割当て
に利用可能になるとき、関連するＬＣＥＮも再割当てに
利用可能になる。
【０３８２】ＬＣＥＮ値のディレクトリ項目への割当て
は、次のように動的に管理される。データ要素が最初に
仮想バッファ・プールに格納されるとき、ＬＣＥＮ割当
てベクトルからＬＣＥＮが割り当てられる（２４０
４）。ＬＣＥＮの割当ては、論理文字長比較（ＣＬＣ
Ｌ）命令を使用し、次にテスト設定命令（ＴＳ）または
比較交換命令（ＣＳ）を使用してＬＣＥＮ割当てベクト
ル中の使用中ビットを設定するなど、周知のプログラミ
ング技術によって行うことができる。選択されたＬＣＥ
Ｎは、ディレクトリ項目に格納され、データ要素が仮想
バッファ・プールまたは拡張バッファ・プールにある
間、データ要素と関連付けられたままになる。拡張バッ
ファ・プールからデータ要素が除去されるとき、ＬＣＥ
Ｎが再割当てに利用可能になる。
【０３８３】上記の流れから、ディレクトリ項目とバッ
ファ要素の関連付けが動的であることが分かる。さら
に、仮想ローカル・キャッシュ・バッファおよび拡張ロ
ーカル・キャッシュ・バッファがＬＲＵ順序で維持され
ることも分かる。また、ＬＣＥＮ値が、データ要素の妥
当性を表し、ＣＰＣ内のプログラミングで管理されるロ
ーカル・キャッシュ内のそのデータ要素の位置とは関係
がないことが分かる。
【０３８４】１つの実施態様の任意選択機能（図２７）
は、複数のバッファ・プールをサポートできる。これら
複数のバッファは、原則としてデータへのランダム・ア
クセスと、複数のプログラムによる順次アクセスをサポ
ートする。データを順次参照する所与のアプリケーショ
ンをサポートする独立した順次バッファ・プール（２５
０３Ａおよび２５０３Ｂ）が作成され、そのデータを事
前に取り出してバッファに入れておくと性能を向上でき
る。この実施態様では、ＬＣＥＮ値が、数の上で順次バ
ッファ・プール内のバッファの数をサポートするのに十
分な固定した数の値（２５０３Ａおよび２５０３Ｂ）
と、主バッファ・プールをサポートするのに十分な数の
大きなセグメントの値（２５０２）から成るセグメント
にグループ分けされる（２５０４）。ＬＣＥＮ値とバッ
ファ・プール項目の関連付けは、主バッファ・プールお
よび各順次バッファ・プールの両方に対して固定され
る。順次バッファ・プールの数は、プログラム実行に基
づき動的である。順次バッファ・プールは、順次アクセ
ス・パターンが検出されたとき作成される。順次バッフ
ァ・プールが作成されるとき、ＬＣＥＮ値の利用可能な
セグメントが割り当てられる。全体的な流れは以下のと
おりである。
【０３８５】１．データ要素が、ＤＡＳＤから読み取ら
れ、必要に応じて主バッファ・プールに格納される。こ
れらのデータ要素は、取り出された後、ＲＡＲコマンド
と、主バッファ・プール内の項目に関連するＬＣＥＮと
によって、ＳＥＳキャッシュに登録される。
【０３８６】２．バッファ・ハンドラによって順次アク
セス・パターンが検出されるとき、順次バッファ・プー
ルが作成され、新規に作成された順次バッファ・プール
にＬＣＥＮ値の利用可能なセグメントが割り当てられ
る。
【０３８７】３．順次アクセス・プログラムによって取
り出されるデータ要素がまだ主バッファ・プールに存在
していない場合、バッファ・ハンドラはＤＡＳＤからそ
れらの予期されるデータ要素を取り出し、関連するＬＣ
ＥＮ値を持つ、割り当てられた順次バッファ・プールに
それを格納する。
【０３８８】４．データ要素の探索が行われるとき、デ
ータ要素は主バッファ・プールまたは順次バッファ・プ
ールで見つかる。要求されたデータ要素が順次バッファ
・プールにある場合、データ要素が順次バッファ・プー
ルから主バッファ・プールに移動される。
【０３８９】５．データ要素が順次バッファ・プールか
ら主バッファ・プールに移動されるとき、データ要素に
関連するＬＣＥＮが、順次バッファ・プールに関連する
ＬＣＥＮ値から主バッファ・プールに関連するＬＣＥＮ
値に変更される。データ要素に関連するＬＣＥＮ値の変
更は、ＲＡＲコマンドを使用して行われる。ＳＥＳキャ
ッシュにおいてＲＡＲコマンドが実行されるとき、名前
付きデータ要素がすでに登録されており、要求側ユーザ
にとって有効である場合、およびコマンド上で指定され
たＬＣＥＮが、指定されたユーザ用に格納されたＬＣＥ
Ｎと同一の場合は、以下のことが行われる。
【０３９０】Ａ．要求側ユーザ用の古いＬＣＥＮ値に対
して無効化コマンドが生成される。
【０３９１】Ｂ．無効化機能が実行されたことを示す標
識が返される。
【０３９２】Ｃ．ＲＡＲコマンド応答中で古いＬＣＥＮ
値が返される。
【０３９３】上記のことから、データ要素に関連するＬ
ＣＥＮがプログラミングの制御下にあることが分かる。
プログラミングでは、時間の経過と共に、データ要素の
妥当性を表す、異なるＬＣＥＮ値を割り当てることがで
きる。さらに、割り当てられたＬＣＥＮ値の変更は、そ
れによってデータ要素の内容の保全性を失うことなく行
われ、データ要素はローカル・キャッシュ内にそのまま
残ることが分かる。
【０３９４】オンライン・トランザクション・モデル：
以下の状況は、トランザクション処理環境に基づいてい
る。この環境では、ＩＭＳトランザクション・マネージ
ャやＣＩＣＳトランザクション・マネージャなどのトラ
ンザクション・マネージャが、自己の経路長およびデー
タのアクセスという点でうまく形成されたプログラムを
開始する。トランザクション・マネージャは、シスプレ
ックス内でデータ共用機能を提供する、データベース・
マネージャへのプログラム・アクセスをサポートする。
これらのデータベース・マネージャは、米国特許出願第
８６０８０８号に記載されているようなロッキング・サ
ービス、本発明で記述する機構に従った一貫性をもつロ
ーカル・キャッシュおよびＳＥＳキャッシュ内でのデー
タのキャッシング、ならびに周知のプログラミング慣行
に従ったトランザクション開始／終了およびデータベー
ス変更のロギングを使用して、細分性データ共用を促進
する。
【０３９５】この環境では、２段階ロッキングが実施さ
れ、２段階コミット・プロトコルが実施される。ロック
は、データベース・マネージャを介してトランザクショ
ンによってデータベース・レコードが参照されるときに
獲得される。データベース内のレコードは、トランザク
ションが実行するときに読み取られ書き込まれる。トラ
ンザクションが処理を完了すると、トランザクション・
マネージャは、２段階コミット・プロセスを実行し、ま
ず各データベース・マネージャが、コミットの準備をす
るよう要求される。すべての資源マネージャが準備要求
に対して応答すると、応答がすべて肯定であった場合、
すべての資源マネージャにコミット要求が出される。コ
ミット時に、データベース・マネージャは、データベー
スの変更が他の作業ユニットに見えるようにし、保留ロ
ックを解除する。
【０３９６】ＳＥＳキャッシュ・コヒーレンシの状況：
以下の状況は、前述のＳＥＳキャッシュ・コヒーレンシ
機能を使用して、シスプレックス構成を通してデータ保
全性およびキャッシュ・コヒーレンシを備えたデータ共
用バッファ・マネージャを実現する方法の一例を概述し
たものである。まず、ＳＥＳキャッシュにデータ要素を
登録し、ＤＡＳＤからバッファを取り出すための、バッ
ファ・マネージャ処理の概要を示す。次に、変更済みデ
ータ要素をＤＡＳＤに書き込む流れについて述べる。次
に、変更済みデータ要素をＳＥＳキャッシュに書き込む
流れを示す。さらに、データ要素の逐次化を解除するた
めの流れを示す。最後に、新規データ要素のＳＥＳキャ
ッシュへの書込みの概要を示す。
【０３９７】バッファの読取り：バッファを読み取る流
れの概要を図２２に示す。この例では、要求されたデー
タ要素が常駐するバッファ上で逐次化が行われる。次
に、要求された特定のレコード上で逐次化が行われる別
の実施態様を、図２９に示す流れに基づいて述べる。所
望のレコードが常駐するバッファ上で、おそらく米国特
許出願第８６０８０８号に記載されているようなロッキ
ング機構を使用して、ロックが得られる。次に、バッフ
ァ・マネージャは、ローカル・キャッシュ・ディレクト
リを探索する（２４０１）ことにより、要求されたバッ
ファがすでにローカル・キャッシュに存在しているかど
うか判定する（２００１）。要求されたバッファがロー
カル・キャッシュ内にある場合、ベクトル項目テスト
（ＴＶＥ）命令を使用して、ローカル・バッファの妥当
性がテストされる（２００２）。ローカル・バッファに
関連するＬＣＥＮの設定の保全性は、米国特許出願第８
６０８００号に記載されている、ＳＥＳ機構を付加ＣＰ
Ｃに接続するシステム間リンク（ＩＳＣリンク）の正し
い動作を決定する機構に基づくプロトコルによって保護
される。ローカル・バッファが有効な場合、要求された
データ・レコードを返すことによりプロセスが終了する
（２００８）。
【０３９８】要求されたバッファが現在ローカル・キャ
ッシュ内に入っていない（２００１からのＮ経路）場
合、「ローカル・キャッシュ管理」で例示したバッファ
・マネージャのプロトコルに従って、バッファおよびＬ
ＣＥＮ値が割り当てられる（２００４）。要求されたデ
ータが現在ローカル・キャッシュに格納されているが、
現在有効でない（２００３からのＮ経路）場合、割り当
てられたローカル・バッファおよび関連するＬＣＥＮを
再使用するか、あるいは無効なバッファおよびＬＣＥＮ
を再割当てに利用可能にし、新規のバッファおよびＬＣ
ＥＮ値を割り当てることができる。使用するＬＣＥＮ
が、ローカル側でキャッシュされたデータ要素に使用さ
れた後、ローカル・キャッシュ管理ＬＲＵアルゴリズム
に基いて再利用された場合、ＬＣＥＮの最後の使用に関
連するバッファ名が、そのバッファに関連するディレク
トリ項目中に存在している。この以前のバッファ名が、
新規バッファ名およびＬＣＥＮ値と共に読取り及び登録
（ＲＡＲ）コマンドに提供される（２００５）。以前の
バッファ名は、ＳＥＳ内で関連するディレクトリ項目を
探し出すとき使用され、指定されたＬＣＥＮが要求側ユ
ーザの項目と一致し、ディレクトリ項目が有効な場合、
古いバッファ名のディレクトリ項目からＬＣＥＮの登録
が解除される。指定されたバッファ名は、ＳＥＳ内で関
連するディレクトリ項目を探し出すのに使用され、指定
されたＬＣＥＮが要求側ユーザの項目と一致せず、ディ
レクトリ項目が有効な場合、ＳＥＳは、古いＬＣＥＮ値
に対する無効化要求を開始する。
【０３９９】データ要素に対する権利がＳＥＳに登録さ
れた後、登録の発生に使用されたコマンドの応答を受け
取るまでの間に、ＳＥＳサポート機構は、相互無効化コ
マンドを受け取って指定されたローカル・キャッシュ・
ベクトル項目に対して実行できるので、プログラムによ
るローカル・キャッシュ・ベクトル項目の更新をＳＥＳ
コマンドの実行と逐次化する必要がある。プログラム
は、ローカル・キャッシュ・ベクトル項目が、介入する
相互無効化コマンドによって０に設定された後１に設定
されないようにする必要がある。そうしないと、ローカ
ル側でキャッシュされたデータ・ページの無効化が検出
されず、保全性が失われる可能性がある。
【０４００】プログラミングで、ローカル・キャッシュ
に登録する項目を指定するＳＥＳキャッシュ・コマンド
の開始前に、ＳＶＥ命令を使用してローカル・キャッシ
ュ・ベクトル項目を１に設定する。コマンドが失敗した
ことが指示または推定される場合、ＳＶＥ命令を使用し
て、ローカル・キャッシュ・ベクトル項目を０にすべき
である。
【０４０１】ＳＥＳ機構へのアクセスをサポートするオ
ペレーティング・システム・サービスの一部として、指
定されたＬＣＥＮが、ベクトル項目設定（Ｓｅｔ Ｖｅ
ｃｔｏｒ Ｅｎｔｒｙ）（ＳＶＥ）ＣＰＵ命令を使用し
て有効状態に設定される。プロセッサ・ローカル記憶域
内でのローカル有効ビットの設定を、コマンドの実行と
逐次化する必要がある。以下の状況は避けるべきであ
る。
【０４０２】１．読取り及び登録コマンドがＳＥＳ制御
装置に送られ、ＳＥＳ逐次化の下で要求側に対してディ
レクトリが更新される。
【０４０３】２．応答が送られ、逐次化が解除される。
【０４０４】３．当該名前に対して登録時書込みコマン
ドが処理される。
【０４０５】４．ローカル・システムに対して相互無効
化信号が生成される。
【０４０６】５．まず相互無効化信号が到着し、ローカ
ル有効ビットを無効にする。
【０４０７】６．読取り及び登録応答が到着し、プログ
ラムがＣＰＵ命令を発行してローカル有効ビットの妥当
性を検査する。
【０４０８】データはこのときローカル・キャッシュ内
で有効に見えるが、実際はそうではない。これが保全性
の露出である。これは、以下のプロトコルを使用すれば
避けられる（図２８参照）。
【０４０９】１．プログラムがＣＰＵ命令を発行して、
ローカル有効ビットをセットする（２６０１）。
【０４１０】２．ＳＥＳ制御装置に読取り及び登録コマ
ンドが送られ、ＳＥＳ逐次化の下で要求側に対してディ
レクトリが更新される（２６０２）。
【０４１１】３．読取り及び登録応答が到着し、プログ
ラムが応答コードを問い合わせる。名前が登録されたこ
とを応答コードが示すとき、処理は完了する（２６０３
Ｙパス）。
【０４１２】４．そうでない場合、ＳＶＥ ＣＰＵ命令
が発行されて、ローカル有効ビットをリセットする（２
６０４）。
【０４１３】上記の状況が発生する場合、ビットの状態
が正しいことを反映するようにローカル有効ビットの最
終状態が０に設定される。
【０４１４】ＲＡＲコマンドが首尾よく完了した後、バ
ッファ・マネージャがデータをＳＥＳにキャッシュする
ことを選択した場合は、データがＳＥＳから取り出され
ている可能性がある。バッファ・マネージャがデータ要
素をＳＥＳにキャッシュすることを選択していない場
合、ＤＡＳＤから、獲得されたローカル・キャッシュ・
バッファにデータが取り込まれる可能性がある（２００
７）。
【０４１５】ＤＡＳＤからデータが取り出された後、バ
ッファ・マネージャは、ＳＥＳキャッシュにデータを格
納するか、それともそうしないかを選択できる。ＳＥＳ
に未変更データ要素をキャッシュするとき、バッファ・
ハンドラは、変更ビットが未変更データ要素を示すよう
に設定された、登録時書込み（ＷＷＲ）コマンドを使用
する。データ要素に対して有効に登録されている付加ユ
ーザから要求が出たとき、ＷＷＲは首尾よく完了する。
データ要素が変更されていないことを変更ビットが示し
ているので、他の付加ローカル・キャッシュは無効にさ
れない。
【０４１６】バッファのＤＡＳＤへの書込み 図２１は、シスプレックス・データ共用環境においてＤ
ＡＳＤにバッファを書き込む際の全体的な流れを示して
いる。この状況において、バッファの書込みは、ＤＡＳ
Ｄ上にデータを記録することであり（２１０４）、ＳＥ
Ｓキャッシュはキャッシュ・コヒーレンシ用の機構とし
てだけ使用される。つまり、データはＳＥＳキャッシュ
には書き込まれない。ＳＥＳキャッシュにデータが書き
込まれない場合、補足コピー無効化（ＩＣＣ）コマンド
の呼出しによって他のローカル・キャッシュが無効にさ
れる（２１０５）。
【０４１７】ＩＣＣコマンドのプロセス・フロー（図１
３）から、データ要素の他の登録済みローカル・キャッ
シュ・コピーはすべて無効にされることが分かる。図２
２の２００２に示す流れを検討すると、このプロセスに
より、データベース・マネージャの他の共用インスタン
スがすべて、変更済みデータ要素を取り出すことが分か
る。
【０４１８】バッファのＳＥＳキャッシュへの書込み：
図２３は、シスプレックス・データ共用環境においてＳ
ＥＳキャッシュにバッファを書き込む際の全体的な流れ
を示している。この状況において、バッファの書込み
は、ＳＥＳ上にデータを記録することである（２１０
３）。ＳＥＳキャッシュにデータが書き込まれるとき、
フロー・ダイアグラムに登録時書込み（ＷＷＲ）に関し
て示されている相互無効化プロセスによって他のローカ
ル・キャッシュが無効にされる（図２０）。図２２の２
００２に示す流れを検討すると、このプロセスにより、
２００５で読取り及び登録（ＲＡＲ）コマンドが実行さ
れた結果として、データベース・マネージャの他の共用
インスタンスがすべて、ＳＥＳから変更済みデータ要素
を取り出すことが分かる。
【０４１９】バッファのロック解除：トランザクション
・コミット時に、トランザクションによって保持されて
いたすべての逐次化点がロック解除される。おそらく米
国特許出願第８６０８０８号に記述されているようなロ
ッキング機構を使用すると、バッファがロック解除され
る。バッファがロック解除されるとき、待機中のデータ
要求または後続のデータに要求が、ＳＥＳキャッシュが
データをキャッシュするのに使用されている場合はＳＥ
Ｓから、ＳＥＳキャッシュがデータをキャッシュするの
に使用されていない場合、または現在ＳＥＳキャッシュ
にデータ要素がない場合は、ＤＡＳＤからデータ要素を
取り出す。
【０４２０】書込み及び登録：データセットが、拡張さ
れているとき、あるいは初めて初期設定されているとき
など、大量の新規データを作成中のとき、細分性ロッキ
ングは必要なく、データ・マネージャは、データが存在
する可能性がないことを認識できる。データ・マネージ
ャは、このような状況をサポートして、データベース全
体へのアクセスを逐次化するロックを獲得できる。しか
し、データセットが拡張または作成された後は、それを
共用することが好ましいことがある。したがって、その
データをＳＥＳキャッシュに登録させ常駐させることが
好ましい。書込み及び登録（ＷＡＲ）コマンドは、これ
らの環境をサポートする。ＷＡＲコマンドを実行する
と、ＷＡＲプロセス・フロー・ダイアグラムに示すよう
に、データ要素が記録され、要求側ユーザが登録される
（図１８および図１９）。
【０４２１】レコード・ロッキングを伴うバッファの書
込み：レコード・レベル・ロッキングの制御の流れを図
２７に示す。レコード・ロッキングかバッファ・ロッキ
ングかの選択が、データを管理するプログラミングによ
って行われる。ロック処理およびロック解除処理で、デ
ータ・バッファ内の単一のレコードの逐次化が行われ
る。データ・バッファに多数のレコードを入れることが
でき、これらのレコードを維持するためのプロトコル
は、米国特許出願第８１２６７７号に記載されている。
【０４２２】図２９に示す書込みプロセス中、ローカル
・キャッシュのバッファに変更済みデータ・レコードが
マージされる（２７０１）。バッファがＤＡＳＤバージ
ョンから変更されたことを示すように変更ビットがセッ
トされた、ＳＥＳキャッシュ内に変更済みデータを記録
するための登録時書込み（ＷＷＲ）コマンドが発行され
る（２７０２）。データ・マネージャの別のインスタン
スが、データ・マネージャのこのインスタンスが更新中
のレコード以外の変更済みレコードで変更された状態で
データ要素を書き込んだので、ＷＷＲコマンドは失敗す
る可能性がある（２７０３のＹ経路）。データ要素が首
尾よく書き込まれる場合、ＷＷＲコマンドの一部として
データ要素の他のローカル・キャッシュ・コピーがすべ
て無効になる。要求側インスタンスが登録されていない
ためにＷＷＲコマンドが失敗するときは、ＳＥＳキャッ
シュからデータ要素が取り出され、要求側データ・マネ
ージャ・インスタンスが、読取り及び登録（ＲＡＲ）コ
マンドを使用して再登録される（２７０４）。このＲＡ
Ｒコマンドは、データ・マネージャの他のインスタンス
が記録した変更済みレコードを含むデータ要素を取り出
した。ＳＥＳからデータが取り出されない（２７０５の
Ｎ経路）場合、要求側データ・マネージャ・インスタン
スがＳＥＳキャッシュに登録され、次にＤＡＳＤから取
り出されたデータに進む（２７０６）。米国特許出願第
８６０８０６号に記載されているように、データがＳＥ
ＳからＤＡＳＤに移行された場合にこれが起こる可能性
がある。現データ・バッファ内容の取出しに続き、デー
タ・マージ機能（２７０１）が再び実行され、更新プロ
セスが繰り返される。
【０４２３】名前無効化：名前無効化（Ｉｎｖａｌｉｄ
ａｔｅ Ｎａｍｅ）コマンド（図１４）は一般に、もは
やアクセスされていないデータセットまたはデータベー
スに関連するディレクトリおよびデータ要素をＳＥＳキ
ャッシュからパージするために使用される。たとえば、
データベースの最後のユーザがそのデータベースへのア
クセスを停止するとき、データ・マネージャは、変更済
みデータ要素をすべてＳＥＳからＤＡＳＤに移動でき
る。このプロセスは、米国特許出願第８６０８０６号に
より詳しく記載されている。変更済みデータ要素がすべ
てＤＡＳＤに移行されたとき、ＳＥＳには、データ要素
に関連しないディレクトリ項目と、未変更のデータ要素
に関連するディレクトリ項目が残る。これらのディレク
トリ項目およびデータ要素が使用中のＳＥＳキャッシュ
資源は、最終的には、ＳＥＳ記憶域管理アルゴリズムに
基づいて再使用される。しかし、これよりはるかに効率
的なプロトコルを使用して、ＳＥＳキャッシュからこれ
らの項目を明示的にパージできる。名前無効化（ＩＮ）
コマンドは、キャッシュからパージされるデータベース
に関連するすべてのディレクトリ項目の識別を使用可能
にするマスクによって呼び出される。ＩＮコマンド処理
が完了すると、パージされたデータベースに関連するデ
ィレクトリおよびデータ資源はすべて、キャッシュから
除去され、引き続き活動プログラムによって参照される
他のデータベースによって再使用可能になる。
【０４２４】データをキャッシュするための非ブロッキ
ング逐次化の使用法：以下の使用状況では、記憶階層内
で参照されるデータ要素がページであると想定する。そ
して、共用キャッシュにキャッシュされたページ（図１
の１１１）はソフトウェアが割り当てた名前で識別され
る。したがって、要求の対象であるページの名前を指定
するには、共用キャッシュ内での読取り要求または書込
み要求が必要である。このプロトコルを正しく実行する
うえで、データ要素がページである必要はない。
【０４２５】共用キャッシュ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３１、図
３２、図３３、および図３２に示す。図３１では、ペー
ジが、図１７に記述した読取り及び登録（ＲＡＲ）コマ
ンドを使用して読み取られる。図３２は、図１８および
図１９に記述した書込み及び登録（ＷＡＲ）コマンドの
使用法を示す線図である。共用キャッシュにデータをキ
ャッシュするための非ブロッキング逐次化に関して、図
２０に記述した登録時書込み（ＷＷＲ）コマンドを図３
３に示す。図３４では、プロトコルの流れを示す。
【０４２６】図３１、図３２、図３３、および図３４に
おいて、ローカル・キャッシュ・レジスタ内の有効ビッ
トの集合（図５、６の５０１Ａ、５０１Ｂ、５０１Ｃ）
をシステム有効ビット・ベクトル（ＳＶＢＶ）と呼ぶ。
この例では、ＳＶＢＶは、キャッシュに付加された１シ
ステム当たり１ビットから構成されているとみなすこと
ができる。
【０４２７】システム有効ビット・ベクトル（ＳＶＢ
Ｖ） キャッシュに接続された１システム当たり１ビッ
ト。１の場合、識別されたシステム・メモリにキャッシ
ュされているページは有効である。０の場合、システム
のメモリにキャッシュされているページは有効でない。
【０４２８】ローカル・キャッシュ・レジスタ内の有効
ビットの集合をシステム有効ビット・ベクトルとして記
述することは、以下のプロトコルを記述するための概念
的な単純化に過ぎない。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項目がそれぞ
れ、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。
【０４２９】図３１、図３２、図３３、および図３４で
は、ローカル・キャッシュ識別子（ＬＣＩＤ）をシステ
ム識別子（ＳＩ）と呼ぶ。ＳＩの機能は、ＬＣＩＤの機
能と同じである。以下のプロトコルでは、ローカル・キ
ャッシュ制御機構にＳＩが格納され、現在ディレクトリ
内にあるあらゆる項目と、後でＣＯＮＮＥＣＴコマンド
処理の結果として作成されるあらゆる項目のフィールド
が、ＳＶＢＶ中に設けられる。
【０４３０】以下のプロトコルの説明では、ＣＯＮＮＥ
ＣＴコマンドの機能は、図１０に示すローカル・キャッ
シュ付加コマンド（ＡＬＣ）によって実現される。ＲＥ
ＡＤＰＡＧＥコマンドの機能は、図１７に示す読取り及
び登録コマンド（ＲＡＲ）によって実現される。ＷＲＩ
ＴＥ ＰＡＧＥコマンドの機能は、図１８および図１７
に示す書込み及び登録コマンド（ＷＡＲ）によって実現
される。ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンド
（ＷＷＲ）の機能は、図２０に示す登録時書込みコマン
ドによって実現される。
【０４３１】これらのコマンドは、図１のマルチシステ
ム・データ共用複合体内でページをキャッシュするため
の非ブロッキング逐次化をサポートし、同時に、あるシ
ステムが更新済みページをキャッシュしている間に、別
のシステムが読取り要求によるキャッシュ・ミスの後、
そのページのダウンレベル・バージョンをキャッシュし
ようと試みる可能性があるにもかかわらず、ページのデ
ータ保全性を維持する。本発明の実施に際して、所与の
ページを対象とするコマンドが、メモリ（図１の１０
１）内の管理論理装置（図１の１１０）によって、同一
のページに対する他のコマンドと逐次化される。
【０４３２】このプロトコルでは、図１のメモリ・シス
テム１０１は以下のコマンドをサポートする。
【０４３３】ＣＯＮＮＥＣＴコマンド。ＮＶ記憶装置１
０１に接続された、図１のマルチシステム・データ共用
複合体内のデータベース・システムのインスタンスなど
のソフトウェア・システムによって実行される。管理論
理装置１１０が、ＣＯＮＮＥＣＴコマンドに応答して、
ローカル・キャッシュ制御機構１０５に接続システムの
識別子を入れ、現在ディレクトリ１０２中にあるあらゆ
る項目と後で作成されるあらゆる項目のＳＶビット・ベ
クトル中に、付加システム用のフィールドを設ける。
【０４３４】ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ（Ｓ，Ｐ，Ｂｕｆｆｅ
ｒ Ａｄｄｒｅｓ）。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、Ｂｕｆｆｅ
ｒＡｄｄｒｅｓｓは、ページをが配布されるシステムの
バッファのアドレスを示す。
【０４３５】ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ（Ｓ，Ｐ，Ｃ＝１、
Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）。このコマンドは、
「無条件」ＷＲＩＴＥとも呼ばれる。ＷＲＩＴＥ ＰＡ
ＧＥコマンドが発行されるとき、コマンドと共に入力さ
れるパラメータには、識別されるページのＣＢフィール
ドに対応するＣパラメータが含まれる。ページの更新
は、変更ビットを１にセットすることによって示され
る。
【０４３６】ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ
（Ｓ，Ｐ，Ｃ＝０，Ｂｕｆｆｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）。
ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドは、条件
付き書込みコンピュータ・システムが２次記憶域から獲
得した、変更されていないページをＮＶ記憶装置に「キ
ャストイン」または入力するときに使用される。
【０４３７】ページ読取り：図３１に、ＲＥＡＤ ＰＡ
ＧＥコマンドに応答する管理論理処理の動作の流れを示
す。最初、管理論理装置１１０は、ＷＡＩＴ状態（２９
０１）であり、その状態から出て、ＵＮＣＯＮＤＩＴＩ
ＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥプロセス、ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡ
Ｌ ＷＲＩＴＥプロセス、またはＲＥＡＤ ＰＡＧＥプ
ロセスを含む、少なくとも３つのプロセスのいずれかに
移ることができる。図３１では、上記の形式を有するＲ
ＥＡＤコマンドを受け取ったと仮定している。これは、
ＲＥＡＤプロセス・ステップ２９０２によって示され
る。発行側コンピュータ・システムは、ＲＥＡＤ ＰＡ
ＧＥコマンドを提供する際、それ自体（ＳＩ、つまりｉ
番目のシステム）、要求されたページ（Ｐ）、および読
み取られたページが配布される先のコンピュータ・シス
テム内のバッファ・アドレスを識別する。管理論理装置
１１０による読取りプロセスには３つのケースが有り得
る。
【０４３８】第１のケースは、識別されたページＰの項
目がディレクトリ１０２内に存在し、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内にあることを示す場合に発生する。これ
らの条件は、それぞれ判断ステップ２９０３および２９
０４でテストされる。両方の判断でＹ経路をとるとする
と、読取りプロセスは、ステップ２９０５で、項目のＳ
Ｖビット・ベクトル中の、識別されたｉ番目のコンピュ
ータ・システムに該当するビットを１にセットし、ステ
ップ２９０６で、指定されたバッファ・アドレスにある
データ・ページを返し、ステップ２９０７で、キャッシ
ュ・ヒット標識を返す。
【０４３９】このケースでは、すでに共用キャッシュ１
０３内に存在するページに対して読取り要求が発行され
るときはかならず、要求側に無条件でページがキャッシ
ュ・ヒット標識と共にに返される。要求側のＳビット
は、システムが所有するページＰのコピーが最新のもの
であることを示す第１の状態（１）に条件付けられる。
【０４４０】第２のケースでは、ディレクトリ１０２の
ページＰに対して項目が存在しているが、ページはま
だ、共用キャッシュ１０３に入っていないものと仮定さ
れている。この場合、ページ読取りステップ２９０２に
続き、判断ステップ２９０３でＹ経路をとり、判断ステ
ップ２９０４でＮ経路をとる。次に、要求側システムの
Ｓビットが第１状態（つまり「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、管理論理装
置１１０が以前のＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを受け取
っており、ディレクトリ項目は作成されるが、ページは
まだＤＡＳＤから取り出されていない。
【０４４１】最後のケースでは、ページＰのディレクト
リ項目は存在せず、管理論理装置１１０は、判断ステッ
プ２９０３でＮ経路をとり、ステップ２９１０、２９１
１、および２９１２を順次実行する。この場合、ステッ
プ２９１０で、管理論理装置は、（記憶域が利用可能で
あると仮定して）ページＰのディレクトリ項目を作成
し、作成された項目のＳＶビット・ベクトル全体を最初
に第２の状態（好ましくは「０」）に条件付けする。次
に、Ｄビットが０にセットされ、ＣＢが０にセットさ
れ、要求側システムのＳビットが第１状態に条件付けら
れる。最後に、ステップ２９０９でキャッシュ・ミスが
発行され、管理論理装置は待機状態に入る。
【０４４２】この最後のケースでは、システムＳＩは、
ページＰに対する最初のＲＥＡＤ要求を格納している。
後続のＲＥＡＤ要求は、共用キャッシュ１０３にページ
が入られる前には、プロシージャ・ステップ２９０２、
２９０３、２９０４、２９０８、および２９０９に従
う。要求されたページがＤＡＳＤから共用キャッシュ１
０３に移動した後は、ＲＥＡＤ要求はステップ２９０
２、２９０３、２９０４、２９０５、２９０６、および
２９０７に従う。
【０４４３】ページ書込み：共用キャッシュ１０３に更
新済みページを書き込む際に管理論理装置で使用される
プロセスを図３２に示す。ページは、ＲＥＡＤ ＰＡＧ
Ｅコマンドによって共用キャッシュから取り出された後
に更新される可能性がある。また、ページは、ＤＡＳＤ
から取り出した後に更新される可能性もあるが、共用キ
ャッシュにページが入れられないかぎり更新されること
はない。システムＳＩが、ページＰを取り出して更新し
ており、現在、共用キャッシュ１０３にそのページを書
き込む必要があるものと仮定する。システムＳＩは、更
新済みページＰを書き込むため、ＣＢ＝１のＷＲＩＴＥ
コマンドを発行する。このＷＲＩＴＥコマンドに応答し
て管理論理装置が行う処理を図３２に示す。
【０４４４】図３２では、次の３つのケースが可能であ
る。第１は、ディレクトリ１０２内にページＰの項目が
あり、Ｄ＝１である（共用キャッシュ１０３にページが
ある）。第２は、ページＰの項目は存在するが、ページ
はどのような形式でも共用キャッシュ１０３に入ってい
ない。第３は、ディレクトリ内にページＰに対する項目
が存在しない。
【０４４５】第１のケースでは、管理論理装置１１０に
よる書込みプロセス（図３２）は、シーケンス３００
２、３００３、３００４を経た後、ステップ３００５、
３００６、３００７、３００８を実行する。ステップ３
００５で、ページＰのディレクトリ項目のＣＢフィール
ドが１にセットされる。次に、ステップ３００６で、ペ
ージＰの既存のバージョンが、ＷＲＩＴＥコマンドで提
供されたバッファ・アドレスにおけるデータで重ね書き
される。次に、ページのデータ項目に対するＳＶＢＩＴ
ＶＥＣＴＯＲ中のＳビットが、ＷＲＩＴＥコマンドを
発行したシステムのＳビットを除き、すべて０にセット
される。管理論理装置は、ステップ３００７から出る
と、ステップ３００８で、要求側システムにコマンド受
諾標識を返した後、待機状態３００１に入る。
【０４４６】第２のケースでは、ページＰのディレクト
リ項目はあるが、ページが共用キャッシュになく、管理
論理装置１１０は、待ち状態３００１からステップ３０
０２および３００３を通過し、判断ステップ３００４で
Ｎ経路をとって、ステップ３００９、３０１０、３０１
１、３００７、３００８を実行する。ステップ３００９
では、要求されたページのディレクトリ項目中の変更ビ
ットが１にセットされる。ステップ３０１０では、共用
キャッシュ１０３内でページＰに空間が割り当てられ、
データが、システムＳＩのバッファ・アドレスから割り
振られた空間へ移動され、ページのキャッシュ・アドレ
スが、ページのディレクトリ項目のページ・アドレス・
フィールドに格納される。次に、ステップ３０１１で、
ページＰのディレクトリ項目中でデータ・ビットが１に
セットされ、ステップ３００７が実行された後、管理論
理装置は、コマンド受諾標識を返し、待機状態３００１
に入る。
【０４４７】最後のケースでは、ページＰのディレクト
リ項目がなく、判断ステップ３００３でＮ経路をとり、
ステップ３０１２ないし３０１６および３００８が実行
された後、管理論理装置は待機状態３００１に入る。ス
テップ３０１２では、ページＰに対するディレクトリ項
目が作成され、ステップ３０１３では、ページの項目に
対して共用キャッシュ中で空間が割り振られる。ステッ
プ３０１４および３０１５では、ディレクトリ項目中の
関連ビットが条件付けられる。ステップ３０１４では、
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３０１５で、要求側システムの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、ページが変更されたことを示し、その項目にペ
ージのアドレスが格納される。ステップ３０１６では、
ディレクトリにページＰのディレクトリ項目が入れら
れ、キャッシュの割り振られた位置にページが格納され
る。管理論理装置は次に、受諾標識を返し、待機状態に
入る。
【０４４８】図３２の書込みプロセスは、要求がぜった
い拒絶されないという点で無条件である。さらに、いず
れかのＷＲＩＴＥケースが実行されると、影響を受ける
ページの変更ビットがセットされ、影響を受けるページ
のＳＶビット・ベクトルのすべてのビットが書込み側コ
ンピュータ・システムのビットを除き、ゼロになる。Ｃ
ＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥについての以下の説
明から分かるように、ＷＲＩＴＥ中に非書込み側コンピ
ュータ・システムのＳビットをゼロにすると、共用キャ
ッシュにダウン・レベル・ページが書き込まれないよう
になる。
【０４４９】条件付き書込み：管理論理装置１１０で実
施される条件付き書込み処理を理解するために、図３３
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・ミスを受け取った後、２次記憶域か
らページを取り出したが変更せず、共用キャッシュ１０
３にそれをキャッシュしようと準備中であるものと仮定
されている。システムＳＩは、論理管理装置１１０に送
られるパラメータ・セット中で、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。この場合、３つのケースがある。
【０４５０】第１のケースでは、システムＳＩは、ＣＢ
＝０のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドを
発行する。ステップ３１０２でコマンドが応答され、ペ
ージＰに対応する項目があるかどうかディレクトリ１０
２がチェックされる。ディレクトリ内にページがあると
すると、ステップ３１０３でＹ経路をとり、ステップ３
１０４で、項目のデータ・ビットがチェックされて、キ
ャッシュにページがあるかどうかが判定される。判断ス
テップ３１０４でＮ経路をとるとすると、ページはキャ
ッシュに入っている。この時点で、ページ項目のＳＶビ
ット・ベクトル中でシステムＳＩのＳビットがチェック
されて、別のシステムがそのページを変更したかどうか
が判定される。ビットＳＩが１にセットされている場
合、ページは変更されておらず、判断ステップ３１０５
でＹ経路をとる。ここで、管理論理装置１１０は、キャ
ッシュ内にページがあり、ＳＩから提供されるページが
キャッシュ内のページと同等であり、ページの重ね書き
が必要でないと判定する。したがって、管理論理装置１
１０は、ステップ３１０６で、適切なコードを返して、
ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥの受諾を示す。た
だし、システムＳＩのメモリから共用キャッシュ１０３
にデータは転送されないことに留意されたい。管理論理
装置は次に、待機状態に入る。
【０４５１】第２のケースでは、ページＰに対するディ
レクトリ項目が存在しており、ステップ３１０３でＹ経
路をとる。しかし、ステップ３１０４で、管理論理装置
１１０が、キャッシュにページがないと判定して判断ス
テップ３１０４でＮ経路をとった後、判断ステップ３１
０７に進むものとする。判断ステップ３１０７で、ペー
ジＰに対するＳＶビット・ベクトルのビットＳＩがチェ
ックされる。ビットが１にセットされている場合、シス
テムＳＩは有効なページを所有している。この時点で、
判断ステップ３１０７でＹ経路をとる。共用キャッシュ
中で空間が割り振られ、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３１０９で、Ｄビットが１にセットされ
る。ステップ３１１０で、ディレクトリ項目中でページ
・アドレスが設定され、ディレクトリに項目が格納され
る。最後に、管理論理装置がシステムＳＩにＣＯＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥの受諾標識を返し、待機状態に
入る。
【０４５２】このケースでは、３１０７での判断の結果
が否定であると仮定する。システムＳＩが有効なページ
を所有していないため、条件付き書込み処理はステップ
３１１１を経て終了し、管理論理装置１１０は、システ
ムＳＩにＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンド
の拒絶標識を返した後、待機状態３１０１に入る。
【０４５３】最後に、管理論理装置が、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に対する項目が作成さ
れていないと判定すると、判断ステップ３１０３でＮ経
路をとり、コマンド処理が終了し、ステップ３１１１で
コマンドが拒絶された後、管理論理装置は待機状態３１
０１に入る。
【０４５４】データをキャッシュするための非ブロッキ
ング逐次化の流れ：図３２を参照し、本発明の動作の例
について説明する。上述のコマンドおよび処理を想定す
ると、この例は、ページに対するコマンドが逐次的に処
理される、ＮＶ記憶装置での非ブロッキング逐次化によ
り、複数のシステムがページを読み取り更新することが
できるとき、ページのダウンレベル・バージョンによる
同一ページのより新しいコピーのオーバーレイが本発明
によって防止されることを示している。非ブロッキング
逐次化には、ブロッキング逐次化に比べて顕著な利点が
ある。後者では、要求を待ち行列に入れ、再開する必要
があり、複雑な回復機構も必要だからである。
【０４５５】この例では、Ｓ１およびＳ２という２つの
システムがあり、データ共用に関係しているものと仮定
する。この例における事象のシーケンスを例示するに当
たり、ページＰに対する代表的なディレクトリ項目３２
０１を使用する。また、時間の経過は「時間」というマ
ークの付いた下向きの矢印で表されるものとする。
【０４５６】まず、処理ブロック３２０２で、システム
Ｓ１はページＰに対するＲＥＡＤＰＡＧＥコマンドを発
行するものと仮定する。さらに、ＮＶ記憶装置にはＰの
ディレクトリ項目がないものとする。この場合、管理論
理装置は、処理ブロック３２０３でＲＥＡＤ処理のケー
ス３を実行し、Ｐのディレクトリ項目３２０１を作成
し、ページ名フィールドに記入することによって項目を
初期設定し、データ・ビット・フィールドを０にセット
し、ページ・アドレス・フィールドを０にセットし、変
更ビット・フィールドを０にセットし、Ｓ１＝１のＳ１
フィールドおよびＳ２＝０のＳ２フィールドを付加す
る。ケース３の読取り処理の最後に、処理ブロック３２
０４で、ＮＶ記憶装置はシステムＳＩにキャッシュ・ミ
ス標識を発行する。この場合、Ｓ１は、処理ブロック３
２０５で２次記憶域からページＰを読み取るプロセスを
開始する。
【０４５７】次に、Ｓ２は、処理ブロック３２０６で、
ページＰに対するＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを発行す
るものと仮定する。この場合、管理論理装置は、処理ブ
ロック３２０７で読取り処理のケース２を実行し、Ｓ２
＝１とセットし、処理ブロック３２０８でキャッシュ・
ミスを返す。この時点で、システムＳ２は、処理ブロッ
ク３２０９で２次記憶域からページＰを読み取る処理を
開始する。
【０４５８】ここで、システムＳ２が、最初にページＰ
のＤＡＳＤバージョンを取り出すものとする。システム
Ｓ２は、このバージョンを獲得した後、処理ブロック３
２１０で、ＮＶ記憶装置に、ＣＢ＝０のＣＯＮＤＩＴＩ
ＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥを発行する。ページＰ用のページ
項目はあるが、キャッシュ内にページのコピーがなく、
ＳＶビット・ベクトル・ビットＳ２＝１の場合、処理ブ
ロック３２１１で管理論理装置１１０は、ＣＯＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンド処理ステップ３１０
２、３１０３、３１０４、３１０７、３１０８、３１０
９、３１１０を実行し、共用キャッシュ１０３にページ
を入れ、Ｄビットを１にセットし、ディレクトリ項目に
ページのキャッシュ・アドレスを入れた後、処理ブロッ
ク３２１２でＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥの受
諾標識を発行する。
【０４５９】次に、システムＳ１がページＰをＤＡＳＤ
から読み取る前にシステムＳ２がそれを更新し、処理ブ
ロック３２１３でＣＢ＝１のＷＲＩＴＥコマンドを発行
するものと仮定する。これに対応して、管理論理装置１
１０が、処理ブロック３２１４で、ＷＲＩＴＥ処理のケ
ース１を実行し、この結果、ＳＶ ＢＩＴ ＶＥＣＴＯ
Ｒ中のビットＳ１が０に変更されて、システムＳ１が所
有するページＰのコピーがダウンレベルであることを示
す。
【０４６０】最後に、処理ブロック３２０５でシステム
Ｓ１が開始したページＰに対するディスク読取り処理が
完了するものと仮定する。すると、システムＳ１は、処
理ブロック３２１５で、ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲ
ＩＴＥコマンドによってＮＶ記憶装置にページＰのダウ
ンレベル・バージョンを書き込もうと試みる。管理論理
装置１１０は、ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ処
理のステップ３１０２ないし３１０５を通過し、判断ス
テップ３１０５でＮ経路をとり、処理ステップ３２１６
でＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥを拒絶する。Ｃ
ＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥが拒絶されると、シ
ステムＳ１は、別のＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンド処理ス
テップ３２１７でＮＶ記憶装置からページＰを取り出す
ことができる。
【０４６１】第１レベル記憶域から取り出したページを
共用ＮＶ記憶装置に移動するための非ブロッキング逐次
化プロトコルは、うまく機能する。なぜなら、最初のＲ
ＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドが発行された時点で、たとえ
そのコマンドの結果、ディレクトリ項目またはデータが
ないためにキャッシュ・ミスが発生する場合でも、ＮＶ
記憶装置が（ＳＶビット・ベクトル中の）ページのキャ
ッシングの追跡を開始するからである。別のシステムが
無条件ＷＲＩＴＥコマンドを発行すると、ページＰ用の
変更ビットがセットされ、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他のすべてのシステム
のＳビットがリセットされる。その後のＣＯＮＤＩＴＩ
ＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドの処理は、ａ）ＳＶビッ
ト・ベクトル中に書込み側システムのＳビット、または
ｂ）ページ用のディレクトリ項目の不在に基づいて行わ
れる。いずれの場合も、ＮＶ記憶装置は、ＣＯＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドを拒絶する。
【０４６２】ケース（ａ）でＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ
ＷＲＩＴＥコマンドを拒絶しなければならない理由は、
他のシステムがページを更新することになるか、あるい
はＮＶ記憶装置が項目をスチールした後に再作成するこ
とになるからである。後者の場合は、ページが更新さ
れ、キャストアウトされた後再入力されたと控えめに仮
定する。
【０４６３】ケース（ｂ）でＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ
ＷＲＩＴＥコマンドを拒絶しなければならない理由は、
次の状況によって説明される。システムＳ１が、ページ
Ｐに対するＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを発行し、キャ
ッシュ・ミスを受け取る。システムＳ１は次に、２次記
憶域からページを読み取る。その間に、システムＳ２は
ページＰに対するＲＥＡＤ ＰＡＧＥコマンドを発行
し、キャッシュ・ミスを受け取り、システムＳ１より前
に２次記憶域からページＰを取り出す。次に、システム
Ｓ２が、ＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンド
を発行してページＰを入力した後、ページＰを更新しＣ
Ｂ＝１のＷＲＩＴＥコマンドを発行し、システムＳ１の
Ｓビットに無効のマークを付ける（これは、図３２に示
す処理である）。続いて、システムＳ２が、ＮＶ記憶装
置からページＰを除去（キャストアウト）し、それを２
次記憶域に書き込む。ページＰに対するディレクトリ項
目および共用キャッシュ割振りがスチール可能になり、
ＮＶ記憶装置によってスチールされる。次に、システム
Ｓ１のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドが
受諾される場合、ＮＶ記憶装置にページＰのダウンレベ
ル・コピーがキャッシュされる。したがって、ページＰ
用のディレクトリ項目が存在しない場合、ＣＯＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドを拒絶しなければなら
ない。
【０４６４】ＣＢ＝１の条件付き書込み：本発明者等は
また、コンピュータ・システムによって、変更ビットが
１にセットされたＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥ
コマンドを発行できることを考えている。この場合、コ
マンドは依然として、コンピュータ・システムが更新し
た、２次記憶域から取り出したページをＮＶ記憶装置に
「キャストイン」するのに使用される。この場合、コン
ピュータ・システムは、管理論理装置１１０に更新済み
ページを提供し、ＣＢ＝１を除き、上記のものと同じパ
ラメータ・セットを持つＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲ
ＩＴＥコマンドによってキャッシュに入力できるように
する。この条件では、ページの更新を逐次化するための
大域ロッキングを避けることができる。そのように大域
ロッキングを回避する流れを以下に示す。
【０４６５】１．システムＳ１が、ページＰに対するＲ
ＥＡＤ ＰＡＧＥを発行する。
【０４６６】２．システムＳ２が、ページＰに対するＲ
ＥＡＤ ＰＡＧＥを発行する。
【０４６７】３．システムＳ２が、ページＰを取り出
し、バッファ内のページを更新した後、それを共用キャ
ッシュに条件付きで書き込む。
【０４６８】４．システムＳ２が、ページＰに対する、
ＣＢ＝１のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬＷＲＩＴＥを発行す
る。
【０４６９】５．システムＳ１がページＰを取り出し、
バッファ内のページを更新する。
【０４７０】６．システムＳ１が、ページＰに対する、
ＣＢ＝１のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬＷＲＩＴＥを発行す
る。
【０４７１】７．ページＰ用のＳＶビット・ベクトル中
のビットＳ１に「無効」のマークが付いている（値が
０）ので、システムＳ１のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ Ｗ
ＲＩＴＥが拒絶される。
【０４７２】８．システムＳ１が、ページＰに対するＲ
ＥＡＤ ＰＡＧＥを発行する。
【０４７３】９．管理論理装置が、Ｓ１のＲＥＡＤ Ｐ
ＡＧＥコマンドに応答して、ページＰ用のＳＶビット・
ベクトル中のビットＳ１を「有効」（値が１）に設定す
る。
【０４７４】１０．システムＳ１が、共用キャッシュま
たは２次記憶域からページＰのより新しいバージョンを
取り出す。このバージョンには、システムＳ２による更
新が含まれる。
【０４７５】１１．システムＳ１が、バッファ内のペー
ジＰを更新する。
【０４７６】１２．システムＳ１がＣＢ＝１のＣＯＮＤ
ＩＴＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドを発行する。
【０４７７】他のシステムがページＰを更新していない
ものとすると、システムＳ１のＣＯＮＤＩＴＩＯＮＡＬ
ＷＲＩＴＥコマンドは受諾され、システムＳ１および
Ｓ２の更新を含むことになる。したがって、本発明のこ
の変形では、任意のコンピュータ・システムで、共用キ
ャッシュ１０３に条件付き書込みを行おうとして失敗し
た場合、システムがページの更新を試みるかぎり、ＣＯ
ＮＤＩＴＩＯＮＡＬＷＲＩＴＥコマンドが発行されるよ
うになっている。このようにして、更新がＣＯＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドで逐次化され、かつ大
域ロッキングが避けられる。
【０４７８】
【発明の効果】本発明により、ＤＡＳＤから取り出さ
れ、複数のコンピュータ・システムが共用するメモリ
（ＳＥＳ）にキャッシュされた、データの保全性を維持
することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】複数のＣＰＣ装置およびＳＥＳ装置を備えたシ
スプレックス・システムを表す図である。
【図２】従来の技術に見られる単一ＣＰＣ（コンピュー
タ・プロセッサ複合体）を表す図である。
【図３】関連するＳＥＳディレクトリのＳＥＳハッシュ
・アンカー・テーブルの概要をを表す図である。
【図４】ＳＥＳディレクトリにおける項目の好ましい形
式を表す図である。
【図５】ＳＥＳローカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣ
Ｒ）における項目の好ましい形式を表す図である。
【図６】ＳＥＳローカル・キャッシュ・レジスタ（ＬＣ
Ｒ）における項目の好ましい形式を表す図である。
【図７】シスプレックスにおける１つまたは複数のＣＰ
ＣへのＳＥＳ無効化コマンドの概要を表すフロー・ダイ
アグラムである。
【図８】キャッシュ構造体割振りコマンドを表すフロー
・ダイアグラムである。
【図９】キャッシュ構造体割振りコマンドを表すフロー
・ダイアグラムである。
【図１０】ローカル・キャッシュ付加コマンドを表すフ
ロー・ダイアグラムである。
【図１１】ローカル・キャッシュ切断コマンドを表すフ
ロー・ダイアグラムである。
【図１２】キャッシュ構造体割振り解除コマンドを表す
フロー・ダイアグラムである。
【図１３】補足コピー無効化コマンドを表すフロー・ダ
イアグラムである。
【図１４】名前無効化コマンドを表すフロー・ダイアグ
ラムである。
【図１５】ローカル・キャッシュ項目無効化を表すフロ
ー・ダイアグラムである。
【図１６】ローカル・キャッシュ項目無効化を表すフロ
ー・ダイアグラムである。
【図１７】読取り及び登録コマンドを表すフロー・ダイ
アグラムである。
【図１８】ＳＥＳ変更制御機構が未変更レコード状態を
示すときの書込み及び登録コマンドを表すフロー・ダイ
アグラムである。
【図１９】ＳＥＳ変更制御機構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フロー・ダ
イアグラムである。
【図２０】登録時書込みコマンドを表すフロー・ダイア
グラムである。
【図２１】データベース・マネージャのバッファ・マネ
ージャの流れと、ＳＥＳキャッシュの関連する用途の概
要を示す図である。
【図２２】読取り動作用のバッファ・マネージャ処理の
フロー・ダイアグラムである。
【図２３】書込み動作用のバッファ・マネージャ処理の
フロー・ダイアグラムである。
【図２４】バッファ・マネージャについてのＳＥＳキャ
ッシュ記憶域管理のフロー・ダイアグラムである。
【図２５】バッファ・マネージャによるＳＥＳキャッシ
ュ・データのＤＡＳＤへの移行を示すフロー・ダイアグ
ラムである。
【図２６】ローカル・キャッシュ・ディレクトリ、ディ
レクトリ項目、およびそれに関連するローカル・キャッ
シュ・バッファの例を示す図である。
【図２７】同じ１組のローカル・キャッシュ・バッファ
に関連する複数のローカル・キャッシュ・ディレクトリ
の例を示す図である。
【図２８】バッファを登録する、ベクトル項目設定ＣＰ
Ｕ命令の実行とＳＥＳコマンド処理を示すフロー・ダイ
アグラムである。
【図２９】バッファ・マネージャが、修正済みレコード
を組み合わせてキャッシュ・データ・バッファに入れる
処理を示すフロー・ダイアグラムである。
【図３０】ローカル・キャッシュ項目の登録を表すフロ
ー・ダイアグラムである。
【図３１】共用キャッシュにデータをキャッシュするた
めに非ブロッキング逐次化をサポートするＲＥＡＤコマ
ンドのプロセス・フローを表すフロー・ダイアグラムで
ある。
【図３２】共用キャッシュにデータをキャッシュするた
めに非ブロッキング逐次化をサポートする無条件ＷＲＩ
ＴＥコマンドのプロセス・フローを表すフロー・ダイア
グラムである。
【図３３】共用キャッシュにデータをキャッシュするた
めに非ブロッキング逐次化をサポートするＣＯＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ ＷＲＩＴＥコマンドのプロセス・フローを
表すフロー・ダイアグラムである。
【図３４】共用キャッシュ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の方法を示すフロー・ダイア
グラムである。
【図３５】ディレクトリおよびデータ域再利用プロセス
のプロセス・フロー・ダイアグラムである。
【図３６】再利用ベクトルおよび再利用カウンタの動作
を表すフロー・ダイアグラムである。
【符号の説明】
１０１ 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・キャッシュ制御機構 １０６ 高速リンク １０７ バッファ １０９ ＤＡＳＤ １１０ 管理論理装置 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・フレイ 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 ジョン・フランクリン・アイゼンバーグ・ ジュニア アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州ポ ーキープシー、ソーンウッド・ドライブ 29 (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 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、カレッジ・アベニュー 95

Claims (18)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】ソフトウェア（コマンド発行側）を使用す
    る複数の中央処理複合体（ＣＰＣ）と、ＣＰＣに接続さ
    れ、シスプレックスにデータ項目を格納するためのシス
    プレックス直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）と、ＣＰ
    Ｃに付加され、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリを備え
    たＳＥＳキャッシュを有する共用電子記憶域（ＳＥＳ）
    とを備えるようにシスプレックスを構成する段階と、 ＣＰＣによってＳＥＳキャッシュ・ディレクトリに対し
    て識別されるデータ項目を格納し、シスプレックス内で
    ＬＣＢ識別子によって一意に識別される、ＣＰＣバッフ
    ァ（ＬＣＢ）を、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ中に
    登録する段階と、 ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ中の指定されたデータ
    項目用のＣＰＣバッファが登録されている各ＣＰＣに、
    ＳＥＳによる無効化要求を信号発信する段階とを含む、
    コンピュータ複合体のデータ・コヒーレンスを制御する
    方法。
  2. 【請求項２】さらに、各ローカル・キャッシュ（ＬＣ）
    がそれぞれデータ項目を格納できる容量を有するＣＰＣ
    バッファ（ＬＣＢ）を備える、ＣＰＣバッファを含むＣ
    ＰＣ内のそれぞれのローカル・キャッシュに関連する１
    組の無効化要求ビットを、付加されたＣＰＣバッファを
    有する各ＣＰＣ内に設ける段階とＳＥＳから、ＬＣＢを
    備えるＣＰＣに無効化要求を送る信号発信段階によっ
    て、ＣＰＣバッファ（ＬＣＢ）に関する無効化要求ビッ
    トを無効化状態に設定する段階とを含むことを特徴とす
    る、請求項１に記載の、コンピュータ複合体のデータ・
    コヒーレンスを制御する方法。
  3. 【請求項３】さらに、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ
    項目にアクセスする前にディレクトリ項目をロックし
    て、任意の項目に対するアクセスを一時に１つの要求だ
    けに制限する段階を含むことを特徴とする、請求項１に
    記載の、コンピュータ複合体のデータ・コヒーレンスを
    制御する方法。
  4. 【請求項４】さらに、ＤＡＳＤまたはＳＥＳからのデー
    タにアクセスする段階と、 ＤＡＳＤまたはＳＥＳに新規バージョンが書き込まれる
    とき、付加されたＬＣＢ中のデータ項目の古いバージョ
    ンをＳＥＳに無効化させることにより、ＳＥＳ内のデー
    タ項目のコヒーレンシを制御する段階とを含むことを特
    徴とする、請求項１に記載の、コンピュータ複合体のデ
    ータ・コヒーレンスを制御する方法。
  5. 【請求項５】さらに、ＳＥＳキャッシュ内で、共通名お
    よび登録解除されたＬＣＢ識別子を通信する名前置換動
    作を実行する段階と、 共通名を有するＳＥＳディレクトリ項目を発見する段階
    と、 通信されたＬＣＢ識別子を、ディレクトリ項目に関連す
    るＬＣＢ識別子と突き合わせる段階と、 通信されたＬＣＢ識別子と一致するディレクトリ項目に
    関連する、発見されたＬＣＢ識別子を削除して、その登
    録を解除する段階とを含むことを特徴とする、請求項１
    に記載の、コンピュータ複合体のデータ・コヒーレンス
    を制御する方法。
  6. 【請求項６】さらに、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ
    項目に関連するデータ項目のコピーを有するシスプレッ
    クス内のすべてのＬＣＢ識別子を示すために、ディレク
    トリ項目に関する登録段階で提供される登録済みＬＣＢ
    識別子の集合に共通名が割り当てられるという、ＳＥＳ
    キャッシュ・ディレクトリ項目からのポインタを提供す
    る段階を含むことを特徴とする、請求項１に記載の、コ
    ンピュータ複合体のデータ・コヒーレンスを制御する方
    法。
  7. 【請求項７】さらに、ＳＥＳに共通名を持つデータ項目
    を送る登録時書込み（ＷＷＲ）コマンドをＣＰＣが発行
    することにより、ＳＥＳ内での書込み動作をＣＰＣによ
    って要求する段階と、 ＳＥＳキャッシュ内のディレクトリ項目中に共通名が割
    り当てられていることが判明し、コマンド発行側に関連
    するＬＣＢ識別子がディレクトリ項目に登録されている
    ことが判明している場合にかぎり、ＳＥＳキャッシュ・
    データ域内にデータ項目を書き込むことにより、書込み
    動作を実行する段階とを含むことを特徴とする、請求項
    １に記載の、コンピュータ複合体のデータ・コヒーレン
    スを制御する方法。
  8. 【請求項８】さらに、ＳＥＳ内および付加されたＣＰＣ
    内にある、共通名を持つデータ項目のすべてのコピーの
    無効化を要求するため、データ項目の共通名をＳＥＳに
    送る名前無効化（ＩＮ）コマンドをＣＰＣが発行するこ
    とにより、無効化動作をＣＰＣによって要求する段階
    と、 ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ内の共通名を持つ項目
    を発見する段階と、発見段階で発見されたＳＥＳキャッ
    シュ・ディレクトリ項目用の、登録済みの各ＬＣＢ識別
    子を検出する段階と、 識別された各ＬＣＢを無効化するため、検出段階で得ら
    れた各ＬＣＢ識別子によって識別される各ＣＰＣに、Ｓ
    ＥＳによって無効化要求を送る段階と を含むことを特
    徴とする、請求項１に記載の、コンピュータ複合体のデ
    ータ・コヒーレンスを制御する方法。
  9. 【請求項９】それぞれプロセッサを備える複数の中央プ
    ロセッサ複合体（ＣＰＣ）と、ＣＰＣの電子式主記憶装
    置（ＭＳ）に接続された共用電子記憶域（ＳＥＳ）と、
    現在シスプレックス内に格納されているデータ項目を含
    む複数の直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）とを備える
    シスプレックスを構成し、ＳＥＳディレクトリとＳＥＳ
    データ域とを有するＳＥＳキャッシュでＳＥＳを構成す
    る段階と、 ＣＰＣのＭＳ内にローカル・キャッシュ（ＬＣ）を設
    け、ＣＰＣプログラムの制御下でＣＰＣ内のプロセッサ
    によってＬＣＢ中に書き込まれたデータ項目を受け取る
    ため、ＬＣ内に複数のバッファ（ＬＣＢ）を設け、ＣＰ
    Ｃ内のＬＣ内の各ＬＣＢにＣＰＣによってローカル・キ
    ャッシュ項目番号（ＬＣＥＮ）を割り当て、ＬＣＢ中に
    書き込まれた各有効データ項目にＣＰＣプログラムによ
    って共通名を割り当て、それにより同一のまたは異なる
    ＣＰＣ内の複数のＬＣＢ間でデータ項目を共用できるよ
    うにする段階と、 シスプレックス内の、ＳＥＳによって認識される（それ
    に付加された）各ＬＣに対してＬＣ識別子（ＬＣＩＤ）
    を割り当てる段階と、 （ＳＥＳにデータが共通と共に送られるかどうかにかか
    わらず）ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ中の項目中
    に、ＣＰＣによってＳＥＳに通信されるデータ項目の名
    前を登録する段階とデータ項目の名前の登録を含み、Ｓ
    ＥＳキャッシュ内に登録されている各データ項目と関連
    するＳＥＳディレクトリ項目と関連する、（ＣＰＣ内の
    データ項目を格納するＬＣＢの）ＬＣＩＤおよびＬＣＥ
    ＮをＳＥＳレジスタ（ＬＣＲ）中に格納し、それにより
    データ項目を格納するシスプレックス内のあらゆるＬＣ
    Ｂを識別する段階と、 いずれかのＣＰＣが、ＳＥＳ内に登録されているデータ
    項目の修正を要求するとき、データ項目の名前を持つＳ
    ＥＳディレクトリ項目中のデータ項目に現在関連するＬ
    ＣＩＤおよびＬＣＥＮによって識別される、ＣＰＣ内の
    各ＬＣＢの内容の各ＣＰＣによる無効化をＳＥＳが要求
    する段階とを含むことを特徴とする、コンピュータ複合
    体のデータ・コヒーレンスを制御する方法。
  10. 【請求項１０】さらに、各ＣＰＣ内で、ＣＰＣ内の各Ｌ
    Ｃ内の各ＬＣＢと関連する有効標識を持つディレクトリ
    を見つける段階と、 ＳＥＳによる無効化要求に従って、ＬＣＢの有効標識を
    無効状態に設定する段階とを含むことを特徴とする、請
    求項９に記載の、シスプレックス・システム中でコヒー
    レンシを提供する方法。
  11. 【請求項１１】複数の中央電子複合体（ＣＰＣ）および
    共用電子記憶域（ＳＥＳ）でシスプレックスを構成し
    て、任意のＣＰＣ内のローカル・キャッシュ・メモリ・
    バッファ（ＬＣＢ）中の項目にレコードを書き込みそれ
    からレコードを読み取るために、それらのＬＣＢをプロ
    グラム制御し、各ＣＰＣ内のオペレーティング・システ
    ム・ソフトウェアにより有効標識を各ＬＣＢと関連付け
    る段階と、 ＳＥＳに付加されたＣＰＣ間で共用されるレコード用に
    共通名プロトコルを使用する段階と、 ＣＰＣ内のＬＣＢ中に有効に格納された各レコードの共
    通名をＳＥＳ内に記録し、ＳＥＳディレクトリ項目に、
    共通名とＳＥＳディレクトリ項目にアクセスする各ＬＣ
    ＢのＬＣＢ識別子を関連付ける段階と、 ＬＣＢに格納されているレコード中のデータを使用する
    前に、ＣＰＣ内でＬＣＢの有効／無効標識をＣＰＣによ
    ってテストする段階と、 ＣＰＣがレコードの最新のコピーを必要とする場合に、
    ＳＥＳと通信してレコードの最新バージョンを獲得する
    段階とを含むことを特徴とする、シスプレックス・シス
    テム中でコヒーレンシを提供する方法。
  12. 【請求項１２】さらに、有効なＳＥＳディレクトリ項目
    中にレコードの共通名が登録されているのであっても、
    ＳＥＳにレコードのコピーがない場合は、レコードの共
    通名でＤＡＳＤにアクセスして、レコードの最新バージ
    ョンのコピーを獲得する段階を含むことを特徴とする、
    請求項１１に記載の、シスプレックス・システム中でコ
    ヒーレンシを提供する方法。
  13. 【請求項１３】それぞれプロセッサを有する中央プロセ
    ッサ複合体（ＣＰＣ）と、ＣＰＣに結合され、シスプレ
    ックス内にデータ項目を永久的に格納するためのシスプ
    レックス直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）と、ＳＥＳ
    ディレクトリおよびＳＥＳデータ域を備えたＳＥＳキャ
    ッシュを有する共用電子記憶域（ＳＥＳ）とを備えるよ
    うにシスプレックスを構成する段階と、 シスプレックス内のＣＰＣの主記憶域内に設けられ、そ
    れぞれバッファ（ＬＣＢ）を含む、ローカル・キャッシ
    ュ（ＬＣ）にＳＥＳキャッシュを付加する段階と、 共通名を識別する、ＣＰＣからＳＥＳへの要求に応答し
    て、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ項目中に、ＬＣＢ
    中のデータ項目の共通名を登録し、アクセスのためのＣ
    ＰＣ要求がＬＣＢ中のデータ項目のコピーを指示すると
    き、ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ項目へのアクセス
    が行われる対象であるシスプレックス内のＬＣＢを識別
    する各ＬＣＢ識別子を、ＳＥＳキャッシュ・ディレクト
    リ項目と関連付ける段階と、 ＳＥＳキャッシュ・ディレクトリ項目へのアクセスが、
    ＬＣＢが、それに格納されているデータ項目を、同じデ
    ータ項目のＤＡＳＤまたはＳＥＳ内に格納されたバージ
    ョンに関して変更したことを示すとき、アクセスされる
    ディレクトリ項目に関連するＬＣＢ識別子によって識別
    される、シスプレックス内のＬＣＢを有する各ＣＰＣ
    に、ＳＥＳによる無効化要求を信号発信するが、データ
    項目を変更するＬＣＢには無効化が行われず、ＣＰＣ要
    求がディレクトリ項目から共通名を削除することを求め
    るものであるとき、アクセスされるＳＥＳキャッシュ・
    ディレクトリ項目に関連するＬＣＢ識別子で識別される
    すべてのＬＣＢを無効化する段階とを含むことを特徴と
    する、コンピュータ複合体のデータ・コヒーレンシを制
    御する方法。
  14. 【請求項１４】高速のメモリと、ＷＲＩＴＥコマンドに
    応答してメモリにデータを格納し、ＲＥＡＤコマンドに
    応答してメモリからデータを取り出し、データ表現を生
    成および削除する手段と、データを格納するための前記
    メモリより低速の記憶機構と、メモリおよび記憶機構に
    接続された複数のコンピュータ・システムとを含む組合
    せにおいて、 第１のコンピュータ・システムからメモリにデータ・ブ
    ロックに関するＲＥＡＤコマンドを提供する段階と、 ＲＥＡＤコマンドに応答して、メモリにおいてデータ・
    ブロックのデータ表現を生成する段階と、 第２のコンピュータ・システムにおいて前記記憶機構か
    らデータ・ブロックを読み取る段階と、 メモリにデータ・ブロックを入力するため、第２のコン
    ピュータ・システムからＷＲＩＴＥコマンドを発行する
    段階と、 ＷＲＩＴＥコマンドに応答して、データ表現が削除済み
    の場合は、メモリにデータ・ブロックが入力されるのを
    防止する段階と、 削除されていない場合は、メモリにデータ・ブロックを
    選択的に入力する段階とを含むメモリへのデータ・ブロ
    ックの入力を制御する方法。
  15. 【請求項１５】高速のメモリと、ＷＲＩＴＥコマンドに
    応答してメモリにデータを格納し、ＲＥＡＤコマンドに
    応答してメモリからデータを取り出す手段と、データを
    格納するための前記メモリより低速の記憶機構と、メモ
    リおよび記憶機構に接続された複数のコンピュータ・シ
    ステムとを含む組合せにおいて、 メモリ内のデータ・ブロックを取り出すために、メモリ
    にデータ・ブロックが入力される前に第１のコンピュー
    タ・システムによってメモリに対して発行されたＲＥＡ
    Ｄコマンドに応答して、それぞれ複数のコンピュータ・
    システムのうちの当該の１つを表す複数のシステム表現
    を含む、データ・ブロックのデータ表現をメモリに格納
    する段階と、 ＲＥＡＤコマンドに応答して、第１のコンピュータ・シ
    ステムのシステム表現を、データ・ブロックのそのバー
    ジョンが有効であることを示す第１の状態に条件付ける
    段階と、 データ・ブロックが、第２のコンピュータ・システムに
    おいて更新済みバージョンに変更され、第２のコンピュ
    ータ・システムからメモリに入力されている場合、第１
    のコンピュータ・システムのシステム表現を、データ・
    ブロックのそのバージョンが有効でないことを示す第２
    の状態に変更する段階と、 第１のコンピュータ・システムにおいて、前記記憶機構
    からデータ・ブロックを読み取る段階と、 メモリにデータ・ブロックを入力するために、第１のコ
    ンピュータ・システムからＷＲＩＴＥコマンドを発行す
    る段階と、 ＷＲＩＴＥコマンドに応答して、第１のコンピュータ・
    システムのシステム表現が第２の状態に設定されている
    場合、第１のシステムからメモリにデータ・ブロックが
    入力されるのを防止する段階と、 設定されていない場合は、メモリにデータ・ブロックを
    選択的に入力する段階とを含むことを特徴とする、メモ
    リへのデータ・ブロックの入力を制御する方法。
  16. 【請求項１６】読取り段階が、 メモリにおいて、データ・ブロックのデータ表現が存在
    しているかどうかをチェックする段階と、 データ表現が存在する場合、およびデータ・ブロックが
    メモリ内にある場合は、第１のコンピュータ・システム
    のシステム表現を第１の状態に設定し、第１のコンピュ
    ータ・システムに、データ・ブロックがメモリ内にある
    という標識を返す段階と、 そうでない場合は、システム表現を第１の状態に設定
    し、第１のコンピュータ・システムに、データ・ブロッ
    クがメモリ内にないという標識を提供する段階とを含む
    ことを特徴とする、請求項１５に記載の方法。
  17. 【請求項１７】選択的入力段階が、 データ表現が格納されており、データ・ブロックがメモ
    リ内にない場合、第１のコンピュータ・システムのシス
    テム表現が第２の状態に設定されているなら、データ・
    ブロックの入力を拒絶する段階と、 設定されていないなら、第１のコンピュータ・システム
    からメモリにデータ・ブロックを入力する段階とを含む
    ことを特徴とする、請求項１５に記載の方法。
  18. 【請求項１８】選択的入力段階が、 データ・ブロックがメモリ内にある場合、第１のコンピ
    ュータ・システムのシステム表現が第２の状態に設定さ
    れているなら、第１のコンピュータ・システムに、ＷＲ
    ＩＴＥコマンドが拒絶されたという標識を提供する段階
    と、 設定されていないなら、第１のコンピュータ・システム
    に、ＷＲＩＴＥコマンドが受諾されたという標識を提供
    する段階とを含むことを特徴とする、請求項１５に記載
    の方法。
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