JPH0812619B2 - リカバリ制御システム及びエラー回復方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はエラー検出およびリカバ
リのための手段を有するデータ処理システムに関し、更
に詳細には、命令ストリーム内のチェックポイントとエ
ラーをもどし、そこから実行を行うことによりエラーか
らリカバリを行うリカバリ制御レジスタを用いたリカバ
リ制御システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】データシ処理システム内でのランダムエ
ラーの発生は信頼性と性能に大きな悪影響を生じさせう
る。ランダム、すなわち「ソフト」エラーは期待される
出力すなわち結果からの、システム内の連続する障害に
よるものではないずれである。これらランダムエラーは
一般に電気的ノイズまたは他のランダムに発生するソー
スにより生じる非再生性の障害シンドロームを特徴とす
る。他方、「ハード」エラーは一般に電気的または機械
的要素の故障に関連するものであって再生可能である。

【０００３】初期のシステムにおいては、ランダムエラ
ーはシステムをリセットし、はじめからそのプログラム
を再実行することによって処置されていた。プログラム
が長いものになるにつれ、この方法は使用不能となって
いる。このように、その後のシステムではプログラムを
セグメント化してエラーがエラーの生じたその内の一つ
のセグメントのはじめからそのプログラムを再走行させ
ることにより処理出来るようにしている。データ処理シ
ステムとオペレーティングシステムはそのため（例えば
多重タスクのため）より複雑になり、時間に対する依存
性が高くなり、この方法も不適当なものとなっている。

【０００４】米国特許第４９０１２３３号明細書に開示
されているシステムは複数の命令を同時に且つ非シーケ
ンスで実行出来る。多数の命令が任意の与えられた時点
で或る実行状態となることが出来る。そのようなシステ
ムでは命令がシーケンスではなく実行出来るが、ほとん
どの命令の結果は一つの命令が「アーキテクチャ的に完
了」するまでそのシステムの他の部分には可視的とはな
らない。その命令の完了は、その命令の実行が終了した
とき生じるのであり、その命令に関連するすべての例外
がテストされてリポートされ、そしてその命令が論理的
に完了する次のものとなる（すなわち命令はそれらの論
理的プログラムシーケンスで完了する）。そのような設
計にもとづき中央プロセッサ（ＣＰ）をエラーからリカ
バリする試みは次の事項を含んでいる。

【０００５】１） 現在処理中の多くの命令の内のどれ
がエラーの影響を受けたかを決定すること、 ２） そのエラーが生じる前の既知の良好な状態を決定
してＣＰをその状態にもどすこと、及び ３） それら命令を再試行しつつ論理プログラムシーケ
ンスに一致するように機械の状態を変更すること。

【０００６】図１は種々な実行状態にある６個の仮定的
な命令を示すものである。このチャート上の各区分はク
ロックサイクルまたはマシンサイクルを示す。一つのマ
シン命令の実行は行なわれるべき機能、データおよび資
源の使用の可能性、その他により多くのマシンサイクル
に対する一つをとる。これら命令はプログラムされた順
に番号をつけられる。すなわち命令０の次に命令１があ
り、その次に命令２となり、以下同様である。命令０は
サイクル１で実行を開始し、サイクル６まで実行を完了
しない。命令２と３は命令１の前に終了するが、これら
は命令１がプログラムをその論理的にプログラムされた
順に実行するために完了するまで完了できない。

【０００７】米国特許第４０４４３３７号明細書に示さ
れるエラーリカバリ機構は機械命令の実行の開始時にチ
ェックポイントを設けている。命令は米国特許第４９０
１２３３号明細書のシステムでは非シーケンスで実行さ
れるから、この技術のこのシステムへの適用には一時に
存在しうる命令の最大数までのチェックポイントをつく
り、それら命令を再実行する順序を分ける必要がある。
これを行なうためのチェックポイント情報の量は大きく
なり、チェックポイント情報自体がエラーにより損傷を
受ける可能性がそれ故増大し、このプロセッサのエラー
からのリカバリの全体としての能力は低下する。

【０００８】まだ終了していない前の命令が仮定した命
令シーケンスに変化を生じるならば、非シーケンスで実
行される命令のポテンシャルがキャンセルされねばなら
ないことにより、更に複雑となる。これは処理のある時
点で係属となる、あるいはイネーブルとなった期待され
たところとは異なるように解決する分岐または例外また
は非同期中断（例えばＩ／Ｏ、外部または押え込み可能
な機械チェックの中断またはオペレータ要求）によるも
のと考えられる。これはまた、保存されるべきチェック
ポイントおよび捨てるべきチェックポイントを決定する
ために再試行プロセス中に区分けされねばならない。

【０００９】米国特許第４９０１２３３号明細書のプロ
セッサにおいていくつかの命令がすでに終了しているが
まだ完了していないとすれば、他の方法は終了した命令
の結果を保存し、米国特許第４０４４３３７号明細書の
アルゴリズムをまだ終了していない命令にのみ適用する
ことである。

【００１０】図１において、サイクル５にエラーが生じ
たとすると、命令４は開始しており、命令３はそのとき
終了しつつあり、命令２はまだ完了していないが終了し
ている。このエラーはプロセス中の命令の内の１つ、い
くつか、すべてに影響するか、あるいは全く影響しない
ことになるから、命令１，３，４は再実行しなくてはな
らない。命令２は終了しているが、その結果の保存には
次の問題がある。

【００１１】１） どの命令が終了しているかを決定
し、次にどれが再実行されるべきかを区分するためのロ
ジックは実行不能な程複雑である。

【００１２】２） 仮想した命令シーケンスの変化はチ
ェックポイントの取捨およびこの場合にはチェックポイ
ントだけでなく終了した結果もまだ区分けしなければな
らない。

【００１３】３） 一つの命令の終了状態を保持するロ
ジックのソフトエラーはその情報が再試行を要求するか
らその命令をとり出し不能にする。

【００１４】更に、エンタープライズ・システム・アー
キテクチャ／３９０プリンシプルズ・オブ・オペレーシ
ョン（ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰ）に示される仕様に合う
ように設計されたプロセッサにより実行されるいくつか
のオペレーションは、結果が可視化され、あるいは他の
システムファシリティ内の反応をそれらの実行の部分と
して、それらの完了の前に生じさせるように要求しある
いは行なわれる。例えばいくつかのコンピュータシステ
ムではＩ／Ｏサブシステムと中央プロセッサ間の通信は
制御ブロックとして知られる記憶手段内のデータエリア
にインターロックされたインターロック更新を介して行
なわれる。

【００１５】インターロック更新はまずハードウェア・
インタロックフェッチを用いてロックバイトと呼ばれる
制御ブロックの特別の部分をとり出すことからなる。ハ
ードロック獲得とも呼ばれるハードウェア・インターロ
ック・フェッチは、そのようなフェッチのリクエスタが
データに対する排他的な権利を有し、他のリクエスタは
インタロックが解かれるまでそのデータを記憶したり取
り出したりしないようにする機構である。ハードロック
が得られると、ソフトロックと呼ばれる識別タグがこの
バイトに置かれ、このロックバイトが記憶され、ハード
ロックが解放される。このソフトロックでカバーされる
データを使用したい他のエレメントはロックバイトのこ
のタグを見てロックバイトがクリアされるまでそのデー
タを使用しないことになる。ソフトロックを得るにもそ
れを解放するにも命令が完了する前に記憶手段を更新す
る必要がある。更に、プロセッサがソフトロックの制御
を行なうときには制御ブロック内の他のエリアを更新し
て所望のＩ／Ｏオペレーションを開始し、Ｉ／Ｏサブシ
ステムの状態を変化させる。これらＩ／Ｏ命令の一つの
実行中にエラーが生じると、記憶手段が変更されてその
効果が潜在的に他のシステムエレメントにより見られ
る。変更された記憶位置も他の処理エレメントに反応を
生じさせている。このように、そのオペレーションのス
タート時またはその前にプロセッサをその状態にバック
アップするだけでは命令が完了していなくても実行の効
果をなくすことは出来ない。従ってソフトエラーが生じ
たときそのようなタイプのオペレーションの特殊な取扱
いが必要となる。しかしながら、処理されるべき特殊な
ケースの数は、開発され、維持され、そしてテストされ
るべきアルゴリズムの数を減らすために最少とすべきで
ある。

【００１６】システムファシリティが完了する前にそれ
らを更新するそのようなオペレーションの二つの他の例
は拡張記憶機構に対するページインおよびページアウト
の実行である。これら命令の実行中、一つのデータペー
ジが主記憶手段に、あるいはそこから移動される。いく
つかの実行についてはその命令が完了する前にページン
グが生じる。動かされたデータはこのようにして、その
命令を実行する中央プロセッサではない処理エレメント
により見ることが出来る。この命令の実行中にエラーが
生じると、その結果はその命令の実行前にプロセッサを
その状態にバックアップすることによってはもとのよう
にすることは出来ない。

【００１７】エラーリカバリでの付加的な援助として、
コンピューターシステムにチェックポイントレジスタを
設けることは知られている。そのようなファシリティは
文献“CHECKPOINT REGISTER ”(IBM Technical Disclos
ure Bulletin, Vol. 27, No.4A September 1984, pp.22
31〜2232）に示されている。中央プロセッサの命令エレ
メントに置かれるこのチェックポイントレジスタはエミ
ットフィールドを介して、中央プロセッサのマイクロコ
ードにより任意の値にセット出来る。このチェックポイ
ントレジスタは各命令の開始時（有効な第１サイクル）
にリセットされる。このレジスタは再試行および詳細な
エラーリポートについてＣＰマイクロコードにより検査
することができる。

【００１８】エラーがＣＰ内に生じると、そのＣＰクロ
ックが停止する。保守および支援サービスファシリティ
（ＭＳＳＦ）がこのときＣＰ内のチェックポイントレジ
スタを含むレジスタとトリガを走査する。ＭＳＳＦはチ
ェックポイントレジスタのパリティエラーを示すエラー
トリガを検査する。このトリガがオンであれば、ＭＳＳ
Ｆはそのエラーを再試行不能と判断し、システムダメー
ジ（ＳＤ）インジケーションがセットされ、ＣＰがチェ
ックストップ状態にセットされる。このときＭＳＳＦは
チェックポイントレジスタを検査する。６４〜２５５の
数値はシステムダメージを示す。このときＭＳＳＦはＣ
Ｐ内の非再試行可能なトリガを検査する。再試行可能で
あればシステムダメージは再試行しきい値となり、機械
チェック中断が採られるときにのみリポートされる。

【００１９】チェックポイントレジスタに含まれる値は
ＭＳＳＦに、エラーが生じたときＣＰ内でどのタイプの
オペレーションが進行中であったか、並びにＣＰを論理
的に一致する状態にもどすためにＭＳＳＦに特殊なアク
ションが必要かどうか、あるいはＣＰがシステムリセッ
トによる以外では（すなわち「システムダメージ」条件
が存在する）一致状態にもどし得ないこと、を知らせ
る。

【００２０】要約すると、チェックポイントレジスタは
ＭＳＳＦにＣＰの内部状態を知らせてエラーリカバリ
（チェックポイント再試行）およびプログラムへのエラ
ーリポート（機械チェック割込み）を行なわせる手段で
ある。

【００２１】

【発明が解決しようとする課題】以上述べた従来のチェ
ックポイントレジスタはエラーリカバリについて多くの
利点を有するが、チェックポイントの完了と同期したク
リスプ遷移を与えるものではない。上述したレジスタで
はそれに入るデータは直ちにＭＳＳＦに対して使用可能
である。米国特許第４９０１２３３号明細書に開示され
ているシステムでは、チェックポイント遷移が命令完了
でマークされるが、そのレジスタ内に現在あるデータは
正しくないかあるいは過早でありうる。このように、Ｍ
ＳＳＦに与えられたデータが古くも過早でもないように
する機構が必要である。

【００２２】従って本発明の目的は命令処理の経過を維
持し、チェックポイントの完了と同期してエラーリカバ
リ処理ファシリティに正しくタイミングよくエラーリカ
バリ情報を与えるための手段を含むリカバリ制御システ
ムを提供することである。

【００２３】

【課題を解決するための手段】本発明のリカバリ制御シ
ステムで使用されるリカバリ制御レジスタは、マイクロ
コード用のものであり、２個の多ビットレジスタ、１個
のステージ型レジスタおよび１個の即時型レジスタとし
て具体化される。これらレジスタは新しいデータがイン
ゲートされないか、あるいは新しいデータがインゲート
された後に明示的に直前の値にリセットされるならば、
前の値を保持するようなタイプのものである。即時型レ
ジスタは情報を含み、これがＣＰマイクロコードで読ま
れてリカバリ中に使用される。ステージ型レジスタはプ
ラットフォームであり、そこで経過すなわちフットプリ
ント（進行中のオペレーションおよび命令実行中の種々
のシステムファシリティの状態を示す）が再試行チェッ
クポイントの変化前にＣＰマイクロコードで組立てられ
る。ＣＰマイクロコードは“ＳＥＴ”、“ＡＮＤ”およ
び“ＯＲ”機能を用いていずれかのレジスタを通して動
作しうる。これらオペレータの選択およびそれらレジス
タをビットレジスタに分けるための決定はマイクロコー
ドに、新チェックポイント値の設定時に最大のフレキシ
ビリティを与える。

【００２４】

【作用】リカバリアルゴリズムにより、リカバリの経過
が直ちに変化することを要求されるとき、マイクロコー
ドは即時型レジスタで動作する。しかしながら、リカバ
リの経過は、例えば記憶手段の解放のような変化を要求
する事象と同期する必要があれば、マイクロコードが適
正な経過をステージ型レジスタに入れ、ＣＰ内の完了／
割込みロジックにリリース信号を出す。このリリースが
処理され、後に完了リポートとして可変数のサイクルを
同報通信するときチェックポイントは進められて即時型
レジスタがそのサイクルで更新され、それにより一つの
リカバリ窓が次の窓へのクリスプ遷移を許す。

【００２５】

【実施例】本発明を図２および３を参照して説明する。
図２は３個の中央プロセッサ２０２Ａ〜２０２Ｃを含む
中央電子複合体（ＣＥＣ）のブロック図である。各中央
プロセッサ（ＣＰ）は本来の第１レベル高速バッファ
（Ｌ１）２０４Ａ〜２０４Ｃを有する。これらＬ１は第
２レベル高速バッファ（Ｌ２）２０６に接続されてい
る。このバッファＬ２はすべてのＣＰにより共用され
る。Ｌ２ ２０６は主記憶機構である中央記憶機構２０
８にシステム制御エレメント（ＳＣＥ）２１８を介して
接続される。ここで用いる「記憶」はいずれかのレベル
の高速バッファ（２０４Ａ〜２０４Ｃまたは２０６）ま
たは中央記憶機構２０８自体に存在するデータを参照す
るために用いられる。

【００２６】図２のＣＥＣは相互接続通信エレメント
（ＩＣＥ）２１０Ａを含んでいる。これはＳＣＥ２１
８、拡張記憶機構（ＥＳ）２１２、チャンネルサブシス
テム２１０Ｂ間のデータ転送および通信を制御する。Ｉ
ＣＥ２１０Ａとチャンネルサブシステム２１０Ｂは全体
としてＩ／Ｏサブシステムと呼ばれる。電源のオンオフ
およびシステム構成のようなシステムオペレーションお
よび支援機能はプロセッサコントローラエレメント（Ｐ
ＣＥ）２１６と呼ばれる支援プロセッサにより制御され
る。このＰＣＥ２１６はエラーからの回復に際しシステ
ムエレメントを援助するためにも用いられる。ＥＳＡ／
３９０アーキテクチャに適合する機能チェックエラー処
理、チェックポイント同期化およびシステムの一般動作
はＥＳＡ／３９０オペレーション原理（ＥＳＡ／３９０
Principles of Operation ）に示されている。

【００２７】図３は図２のＣＥＣ内の中央プロセッサの
一例の機能図である。周知のごとく、各ＣＰへの第１レ
ベル高速バッファ（Ｌ１）は命令キャッシュ３０２とデ
ータキャッシュ３１０を含むスプリットキャッシュ形で
ある。命令キャッシュ３０２からの命令は命令フェッチ
制御ロジック（Ｉ−ＦＥＴＣＨ）３０３によりとり出さ
れて命令デコードロジック３０４に送られる。命令デコ
ードロジック３０４はどのタイプの命令を実行すべき
か、およびどのタイプのデータがその実行（汎用レジス
タ、浮動小数点レジスタ、記憶手段他からのデータ）に
必要かを決定し、その命令を適正な実行エレメント（浮
動小数点実行エレメント（ＦＸＥ）３２２、分岐実行エ
レメント（ＢＸＥ）３２４、汎用実行エレメント（ＧＸ
Ｅ）３２６またはシステム実行エレメント（ＳＸＥ）３
２８）および支援ロジック（レジスタ管理システム（Ｒ
ＭＳ）３０６、アドレス計算エレメント３０８および完
了／割込エレメント３４０）に送る。命令デコードロジ
ック３０４は制御ロジック３０４Ａを含む。これはＣＰ
がすべてまたは特定のタイプの命令（例えば前の直列命
令の実行中に直列化命令のデコードを不能または防止と
するために一つの命令を重ねて実行しなければならない
とき）のデコードを阻止または割込（そして割込解除／
再開）しうるようにする。

【００２８】レジスタ管理システム３０６は命令により
参照される対応する論理レジスタへの物理的レジスタ
（浮動小数点レジスタ（ＦＰＲ）アレイ３１２と汎用レ
ジスタ（ＧＰＲ）アレイ３１６）の割当てを制御する。
このレジスタ管理システムの構造と動作は米国特許第４
９０１２３３号明細書に詳細に開示されている。アドレ
ス計算エレメント（ＡＣＥ）３０８はオペランドアドレ
スを計算する。

【００２９】図３のＣＰは多数の特殊な実行エレメント
を含んでいる。それらのエレメントは夫々命令デコード
ロジック３０４とデータキャッシュ３１０から命令およ
びデータを受ける。周知のシステムと同様に、Ｉ−ＦＥ
ＴＣＨロジック３０３に関連する周知の分岐ヒストリテ
ーブル（ＢＨＴ）はどの方向の分岐をとるかを予測す
る。そのような分岐予測に応じて次の命令が予測された
方向にとり出されて条件づきで実行される。分岐実行エ
レメント（ＢＸＥ）３２４は予測が実際に解決する方法
およびその予測の正否の決定に用いられる。浮動小数点
実行エレメント（ＦＸＥ）３２２が物理的な浮動小数点
レジスタアレイ３１２に接続されて、浮動小数点命令の
処理に用いられる。汎用実行エレメント（ＧＸＥ）３２
６が物理的な汎用レジスタアレイ３１６に接続される。
ＧＸＥは汎用レジスタ（ＧＰＲ）を変更または用いる単
純な命令およびMOVE IMMEDIATEのような単純な記憶命令
のいくつかを実行する。

【００３０】システム実行エレメント（ＳＸＥ）はマイ
クロコードで駆動される実行エレメントである。ＳＸＥ
マイクロコードはすべての「タイプ３」の命令（後述す
る）を行ない、ＣＰリカバリマイクロコードを含む。シ
ステム実行エレメント３２８は一群のレジスタ３１８す
なわちワーキングレジスタ３１８Ａ、制御レジスタ３１
８Ｂ、アクセスレジスタ３１８Ｃに接続される。ＳＸＥ
のワーキングレジスタは中間結果、記憶手段からのデー
タおよび容易にアクセス可能とされていなければならな
いシステムデータについての一時的記憶位置である。Ｓ
ＸＥ３２８もプログラム状態ワード（ＰＳＷ）３２９の
ビット０〜３１に接続される。ビット３２〜６３は別に
扱われているものであり、命令アドレス３０１である。
ＳＸＥ３２８は記憶手段相互間形の論理、１０進命令お
よびLOAD PSWとSTART INTERPRETIVE EXECUTIONのような
システム制御機能を実行する。

【００３１】リカバリ制御レジスタ（ＲＣＲ）３２７も
ＳＸＥ３２８で制御される。リカバリ制御レジスタ３２
７は実行中に組立てられてシステムエラーからの回復に
用いられるリカバリ経過（フットプリント）を維持する
ための機構を与える。ＣＰリカバリマイクロコードはリ
カバリ制御レジスタ３２７をロードし、セットし、そし
て読取り、ＣＰエラーリカバリ手順を実行する。

【００３２】分岐実行エレメント３２４を除く各実行エ
レメントは関連する一群の記憶バッファ３３２Ａ〜３３
２Ｃを有する。これらバッファはその記憶を実行する命
令が完了しデータが図２の高速バッファ３１０と２０６
に動かすことが出来るようになるまで実行の結果を記憶
すべきものとして保持する。ＡＣＥ３０８、ＦＸＥ３２
２、ＢＸＥ３２４、ＧＸＥ３２６、ＳＸＥ３２８の夫々
も関連した入力命令待ち行列（図示せず）を有する。

【００３３】データキャッシュ（D-Cache ）３１０は記
憶待ち行列３１０Ａ、Ｄ−キャッシュメモリアレイ３１
０Ｂ、チェックポイントコントロール３１０Ｃを含む。
記憶待ち行列３１０Ａは記憶バッファ３３２Ａ〜３３２
Ｃで緩衝されたオペランド記憶手段についてのアドレス
と制御情報を含む。データキャッシュメモリアレイ３１
０Ｂは周知のランダムアクセスキャッシュメモリアレイ
である。データキャッシュチェックポイントコントロー
ル３１０Ｃはいつチェックポイントの同期化が完了した
かを決定する。データキャッシュ３１０は図２のＣＥＣ
のレベル２高速バッファ２０６に接続される。

【００３４】完了／割込エレメント３４０は命令の実行
が終了したとき論理的な順でその命令を完了して実行中
に生じたプログラムの例外または係属中の非同期の割込
みを認識することにより命令完了および割込み処理を制
御する。命令完了の結果、条件コード３１４が更新され
る。これは他方において予測された分岐を解決するため
に分岐実行エレメント３２４により用いられる。

【００３５】命令アドレス３０１は完了すべき次の命令
のアドレスであって、完了する最後の命令の結果として
の命令アドレスと等価である。これはＳＸＥ３２８、完
了／割込ロジック３４０により発生される完了リポート
３４１および分岐ターゲットアドレスにより更新され
る。

【００３６】アドレス計算エレメント（ＡＣＥ）３０８
はオペランドアドレスを計算し、オペランドフェッチお
よび記憶要求を発生し、それらをＤ−キャッシュ３１０
に送り、これがそれらを命令ストリームで特定される順
に処理する。オペランド記憶要求がなされると、オペラ
ンド記憶についての種々のアドレスと制御情報を含むエ
ントリを記憶待ち行列３１０Ａに入れる。オペランド記
憶を含む命令が処理されるとき、実行ユニット（ＦＸＥ
３２２、ＧＸＥ３２６またはＳＸＥ３２８）が記憶の結
果を発生し、それを対応する記憶バッファ３３２（Ａ〜
Ｃ）に置く。

【００３７】図３の中央プロセッサは数個の異なる処理
エレメントによる命令の同時、無順序実行を許可する形
式のものである。命令は無順序で実行出来るが、ほとん
どの命令の結果はその命令が完了／割込エレメント３４
０により「アーキテクチャ的に完了」されるまでＣＰ以
外の他のシステムエレメントには可視とはされない。命
令の完了は命令の実行が終了し、その命令に関連するす
べての例外が検査されており、またその命令が論理的に
完了すべき次のものである（すなわち複数の命令が無順
序で実行されたとしてもそれらの論理プログラムシーケ
ンスをもって完了する）ときに生じる。

【００３８】一つの命令の完了を信号で知らせるために
完了／割込エレメント３４０で発生される「完了リポー
ト」３４１の結果、Ｄ−キャッシュ３１０はその命令が
完了したものとしてそれについてのすべてのエントリを
記憶待ち行列３１０Ａにマークする。次に、Ｄ−キャッ
シュ３１０は記憶バッファ３３２（Ａ〜Ｃ）から記憶結
果をとり出してそれらをＤ−キャッシュアレイ３１０Ｂ
に書込む。これら記憶結果はこのときレベル２高速バッ
ファ（Ｌ２）２０６にも送られて記憶される。Ｌ２ ２
０６はそれに送られる記憶が「行なわれた」時について
のインジケーションをＤ−キャッシュ３１０に与える。
本発明においては、記憶は、それらがエラーがほとんど
生じない、あるいは特定のオペランド記憶にはもはや関
連しないＬ２ ２０６内の一点に達したとき「行なわれ
た」とする。記憶が「行なわれた」とされるその点の前
のオペランド記憶の処理におけるエラーは現在のチェッ
クポイントインターバルに対し分離される一つの記憶の
処理中のその点を越えるエラーはそのようには分離され
ない。

【００３９】完了／割込エレメント３４０からの完了リ
ポートが入ると、レジスタ管理システム３０６はそのポ
インタを、その命令により変更されたＧＰＲとＦＰＲ値
が現在アーキテクチャにより決められた値であることを
示すように更新し、条件コード３１４が更新され、命令
アドレス３０１がインクリメントされ、あるいは変更さ
れる。

【００４０】記憶バッファ３３２Ａ〜３３２Ｃとレジス
タ管理システム３０６はプロセッサが多数の解決されな
い分岐をフェッチするのみならず実行しうるようにす
る。この機構は米国特許第４９０１２３３号明細書に開
示されている。一つの分岐が不正確に予測されるとする
と、その分岐から論理的に後のすべての命令は終了して
いても空とされることがある。すなわちそれらの結果が
緩衝されてそのシステムの他の部分にはまだ見えないか
らである。プログラム例外は同様に作用する。プログラ
ム例外を有する命令が完了すると、論理的にそれより後
のすべての命令が消される。プロセスが動作可能とされ
る非同期割込みは一つの命令が完了するとき処理され
る。ここでも論理的にその点より後の命令は空とされ、
処理は他の命令ストリームに向けられる。

【００４１】それ故、究極の目的は、正しくなく予測さ
れた分岐または割込みと同様にソフトエラーを処理して
ＣＰを最後の命令の完了の結果に等しい状態にもどすこ
とが出来るようにすることである。エラーが生じると、
それ以降の命令の完了を許さず、それによりチェックポ
イントを保存し、そして広義にはその点を越える命令を
捨てて多数のチェックポイントないし中間または最終結
果の維持を行なうための重要性を除き、また再実行され
るべき命令およびその順序を区分けする。

【００４２】この方法によれば総合リカバリアルゴリズ
ムは直線的で簡単になる。このプロセッサは最終命令の
完了の結果としてその元の状態にもどされる。これは一
致状態であり、アーキテクチャ的に割込み可能なポイン
トである。この点において、プロセッサはその命令が何
であるかにかかわらず命令アドレス内のアドレスからフ
ェッチを開始することができる。更に、リカバリプロセ
ス中に保留中であった、あるいは保留となった、そのＣ
Ｐをイネーブルとする任意の割込みもこの点で処理しう
る。この全体としてのリカバリプロセスの効果はＣＰを
一致チェックポイントにもどすことである。命令の実行
と割込みの処理はこのとき通常のものとなる。

【００４３】ＣＰの限界を越えるシステムの状態を変更
する、あるいはハードウェアがレジスタ管理型の機構に
よりカバーされ得なくするいくつかのオペレーションに
ついて、不正確に予測された分岐または割込みからの回
復と同じ技術を用いての実行の効果を無にすることは出
来ない。それ故、或る特殊なハードウェア、チェックポ
イント技術およびエラーリカバリ中の処理によりＣＰを
最後命令の完了に等しい状態にもどすかあるいは障害の
あるオペレーションを越えたチェックポイントをその完
了の結果としての状態に進めることが可能になる。

【００４４】本発明のこの実施例は中央プロセッサの実
行を三つのリカバリのタイプの一つにカテゴリ化するす
べてのオペレーションの分類を含む。用語オペレーショ
ンと命令は同じ意味であり、ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰで
特定される命令、並びにプログラムの機械的実行、非同
期割込、オペレータ機能および他のＣＰにより行なわれ
るワークユニットを指す。カテゴリの決定はアーキテク
チャ型および機械型のファシリティ、操作オペレーショ
ンおよびいかにそれらファシリティが操作されるか、に
もとづいてなされる。オペレーションのタイプへの分類
によりリカバリが夫々の命令を独立的に処理するのでは
なく、三つの広いアルゴリズムに一般化しうるようにな
る。

【００４５】一つのオペレーションをどのカテゴリ分類
するかを決定するシステムファシリティはアーキテクチ
ャ型および機械型の構成を含み、これが共にシステムの
状態を限定する。アキテクチャファシリティはＥＳＡ／
３９０ ＰＯＰで定義されるデータ構造を参照する。こ
のカテゴリに含まれるのは汎用レジスタ、浮動小数点レ
ジスタ、アクセスレジスタ、制御レジスタ、ＰＳＷおよ
び命令アドレス、記憶手段、サブチャンネル、時計機
構、保留割込、等である。機械型ファシリティはＰＯＰ
では固有の構成により特に指定されないアーキテクチャ
またはオペレーティングモードの状態を限定するために
システムの実行に必要な構造である。機械型ファシリテ
ィの例は解釈実行モードでＣＰが実行中のインジケー
タ、オンラインとなっている機構、記憶手段内の制御ブ
ロックの位置を含む。

【００４６】タイプ１のオペレーションは記憶手段、汎
用レジスタ、浮動小数点レジスタ、アクセスレジスタ、
条件コード、および「レジスタ管理型」の制御を有する
他のプロセッサファシリティを変更するのみである。こ
れら変更はそのオペレーションが完了したときにのみ見
ることが出来る。これらオペレーションは一般に互いに
同時に非シーケンスで実行され、それ故初期の正しくな
い分岐予測または割込みにより消えることが出来なくて
はならない。これらオペレーションが完了する前に、他
のシステムエレメントはそれらの実行の効果を見ること
が出来ない。それらオペレーションの内の一つ以上が実
行されており、あるいは完了を待っている間にソフトエ
ラーが生ずれば、使用されるべきリカバリチェックポイ
ントは最終の命令の完了の結果としてＣＰの状態と同じ
である。これはまた完了した最終命令後に行なわれる割
込みを処理する前にＣＰがもどされていなければならな
い状態に等しい。タイプ１命令のリカバリは最終命令の
完了の結果としてとった状態にプロセッサをもどし、命
令フェッチを開始し、割込みを処理することを含む。タ
イプ１命令の例はＧＸＥ３２６とＦＸＥ３２２により実
行されるすべての命令、並びにMOVE CHARACTER, MOVE C
HARACTER LONG,およびCOMPARE AND SWAPである。

【００４７】タイプ２のオペレーションはタイプ１のオ
ペレーションについて述べた以外のファシリティを変更
する。これらは一般にＰＳＷ、制御レジスタおよび解釈
実行インジケータのような制御ファシリティである。最
終命令が完了する時点でそれらファシリティが有してい
た値を保持するバックアップファシリティが維持され
る。タイプ２のオペレーションは一時に一つずつ、そし
て論理的にプログラムされた順に実行され、それらが機
能的には不正確に予測された分岐および論理的に初期の
割込みから回復することを必要としない。これらのタイ
プの命令も、それらの実行の結果を他のシステムエレメ
ントが見ていないから、プロセッサをそれが最終命令の
完了の結果、元の状態にもどすことによりソフトエラー
から回復出来る。タイプ２の命令についてはそれはレジ
スタ管理システム３０６をバックアップし、記憶バッフ
ァ３３２Ａ〜３３２Ｃからの不完全な記憶を除去するこ
とのみならず、バックアップファシリティからバックア
ップまたはチェックポイントデータをとり、それを活性
のファシリティに置くことを含む。レジスタ管理法のよ
うなタイプ２オペレーションにより変更されるファシリ
ティ用のより複雑なチェックポイント機構をつくること
も出来るが、それらの機構は通常のエラーなし動作には
用いられないから、ハードウェアの量と複雑性は一般に
受け入れられない。

【００４８】図４（Ａ）はタイプ２オペレーションで処
理される代表的なファシリティを示すものである。これ
はレジスタ４０２とそのバックアップすなわちチェック
ポイント用のレジスタ４０４としてつくられている。活
性レジスタ４０２は入力バス４１０上でＣＰ２０２のエ
レメント（例えばＳＸＥ３２８またはＡＣＥ３０８）か
らデータを受けることにより実行中に更新される。この
活性レジスタの値も、命令実行中にＣＰにより用いら
れ、出力バス４１２を介してＣＰによりとり出される。
機能的にはこの活性レジスタのみが通常のエラーのない
オペレーションに必要である。命令の完了の結果、この
活性レジスタ内の値がバス４０６を介してチェックポイ
ントレジスタ４０４に入力される。ソフトエラーからの
回復時に、チェックポイントレジスタ内の値は入力ライ
ン４０８により活性レジスタに移すことが出来る。これ
は活性レジスタにもどされるべきチェックポイント値用
の直接パス（図４（Ａ）のパス４０８）を与えることに
より行うことが出来、あるいはチェックポイント値が実
行ユニットのデータフローを処理することにより活性レ
ジスタにロードすることが出来る。ＣＰの種々の処理エ
レメントには任意の数のそのようなタイプの２個のファ
シリティを設けることが出来る。例えば、１個以上のそ
のようなファシリティをＳＸＥ３２８内のバックアップ
またはチェックポイントオペレーションに設け、そのよ
うなファシリティの他のものをＡＣＥ３０８内に設ける
ことが出来る。

【００４９】図４（Ｂ）は総称タイプ２オペレーション
のサンプル実行を示す。サイクル１において完了リポー
トが完了／割込ロジック３４０により発生される。これ
により、チェックポイントレジスタ４０４内の値が活性
レジスタ４０２内の値Ｘに等しくセットされる。サイク
ル２において、タイプ２の命令の実行が開始する。この
時点で活性レジスタ４０２とチェックポイントレジスタ
４０４は最終命令の完了の結果ファシリティの値Ｘを有
する。活性ファシリティ４０２はサイクル３で更新され
る（値Ｗに）。チェックポイントレジスタ４０４は最終
命令の完了の結果値Ｘをまだ維持している。サイクル６
において、完了リポートがタイプ２の命令について発生
される。サイクル７においてチェックポイントレジスタ
は活性レジスタの値（Ｗ）をとる。更に、この命令によ
り更新された任意のタイプ１のファシリティもサイクル
７においてこの完了リポートで更新され、チェックポイ
ントが一致する。タイプ２のオペレーションの例はLOAD
CONTROL, LOAD PSWおよびSET SYSTEM MASK である。

【００５０】タイプ３のオペレーションは下記の点でタ
イプ１および２とは異なる。

【００５１】ａ） それらオペレーションがシステムフ
ァシリティを操作する方法は命令が完了する前に他のシ
ステムが結果のいくつか、あるいはすべてを見ることが
出来るようにする。

【００５２】ｂ） 操作されるファシリティのタイプ
は、命令が開始する前にファシリティが有した値にその
ファシリティを回復させることにより正しい結果が得ら
れず、そして更新がアーキテクチャ的あるいは実行の制
約により、命令の完了とは同期し得ないような性質のも
のである。

【００５３】一般に、タイプ３のオペレーションは「不
帰点（ポイントオブノーリターン）」を有する。すなわ
ち、それらオペレーションがその結果を他のエレメント
に見させる、あるいは限界的なファシリティを更新する
時までそれらはタイプ１と２のオペレーションを空にす
るために用いられたと同一のバックアップ手順を用いて
消えることが出来る。この点の後にそれらは消えること
が出来ず、そして特別なアルゴリズムを用いて回復しな
ければならない。

【００５４】タイプ３のオペレーションのいくつかの例
がこの点を例示する。ページインおよびページアウトは
タイプ３のオペレーションである。図２のシステムでの
ページインおよびページアウト命令の実行は中央プロセ
ッサ２０２Ａ〜２０２Ｃを呼び出して拡張記憶機構２１
２に中央記憶手段２０８へ、またはそれから４ｋページ
のデータを動かすように要求させる。ページインおよび
ページアウト命令はアーキテクチャ的には同期形として
定義されるから、このデータの動きはオペレーションの
完了時に可視でなければならず、また図２の拡張記憶機
構と中央記憶機構間のデータ転送パスは記憶バッファに
相当するファシリティを有していないから、中央プロセ
ッサでの命令の完了前にその転送が生じる。それ故、動
かされるデータはページング命令の実行中の中央プロセ
ッサ以外のエレメントにより見ることが出来る。この命
令の実行中にエラーが生じると、そのデータ移動の結果
は中央記憶機構または拡張記憶機構がすでに変更されて
いるため消すことが出来ない。

【００５５】タイプ３のオペレーションの他の例はＥＳ
Ａ／３９０ Ｉ／Ｏ命令および割込みである。前述した
ように、図２の中央プロセッサ２０２Ａ〜２０２ＢとＩ
／Ｏサブシステム２１０Ａ〜２１０Ｂの間の通信は記憶
機構内の制御ブロックと呼ばれるデータエリアに対する
インタロックした更新を用いて行なうことが出来る。こ
れにより、記憶機構内のロックバイト内の識別タグを見
る他のエレメントは記憶機構内のデータを用いないか、
あるいはロックのオーナーがそれを解放するのを待つ
か、あるいはオーナーが割込みの場合のように要求の処
理中であり、割込みを得るためにその局所的イニシアチ
ブをリセットすると仮定する。プロセッサがそのソフト
ロックを制御ブロック内に置くと、それが制御ブロック
の内容の変更を開始し、それによりＩ／Ｏサブシステム
のアーキテクトされた状態を変更する。それ故、記憶バ
ッファはタイプ１およびタイプ２の命令について最後の
命令の完了時につくられたチェックポイントを保護して
も、タイプ３のオペレーションにより用いられる様式に
よりそのチェックポイントは最後の命令の完了に対し一
致しなくなる。このロッキングプロセスがはじめられた
後の任意の点でエラーが生じるとすれば、最後の命令の
完了の結果としての状態へのＣＰのもどりはシステムに
対する変化を無にはしない。

【００５６】それらの変化を他のエレメントが見たから
ではなく古い値を回復することにより不正確な結果が生
じることにより、変化したファシリティを最後の命令の
完了の結果としての値に回復することにより無にはされ
得ない命令の例はSET CLOCK命令である。時間の経過の
ためその命令のスタート時のクロックの値を保存してリ
カバリ中にそれを回復することにより、他の何らかの手
段を用いない限りクロック値は追い越されてしまう。

【００５７】タイプ３の命令についてのリカバリアルゴ
リズムは一般に三つの態様の内の一つを有する。第１の
態様はオペレーションにより行なわれるクリーニングア
ップ変化である。ＣＥＣの設計された状態が変化されて
いない限り、命令により行なわれる変化は消滅させう
る。これの一例はＩ／Ｏリカバリにある。命令が記憶し
た変化が制御ブロック内のソフトロックに置くことであ
り、設計されたファシリティは変化せず、そしてリカバ
リアルゴリズムはこの制御ブロックのロックを解き、シ
ステムを元の状態にもどしうるとすれば、Ｉ／Ｏオペレ
ーションはスタートしない。

【００５８】タイプ３のオペレーションの第２の態様は
中間チェックポイントをつくり、エラー発生前にプロセ
ッサが得たオペレーションの実行におけるフットポイン
トの長さを保存することを含む。ＣＰの状態はこのとき
最後の中間チェックポイントにもどされ、そしてオペレ
ーションが終了し、リカバリ制御下で完了する。この段
階が完了した後にＣＰは再び命令完了の結果として一致
設計状態になり、実行が前述したように回復出来る。

【００５９】タイプ３リカバリの最後の態様はリカバリ
制御のもとで再び再命令を再実行することである。情報
はこれらオペレーションを再フェッチすることなく再試
行しうるようにさせるために維持される。このタイプの
リカバリの利点を用いることの出来るオペレーション
は、アーキテクチャが多重記憶アクセスを許す（ページ
ング命令の場合のように）から、あるいは他のシステム
エレメントが行なわれた変化を見ることが出来ない（SE
T CLOCK の場合のように）から、そうすることが出来る
のである。

【００６０】すべてのシステム状態ファシリティはチェ
ックポイントにもどるための機構を必要とし、あるいは
タイプ３のアルゴリズムで特に処理されねばならない。
「レジスタ管理型」の方式に加えて、記憶バッファ型機
構およびチェックポイントレジスタ、システムファシリ
ティ用のチェックポイント値を与える他の技術も存在す
る。その一例は図２のＣＰ用の非同期割込み用に開発さ
れたチェックポイントファシリティである。非同期割込
み用のイニシァチブの局所コピーがＣＰに保存される。
これらは保留の非同期割込みの容易にアクセス可能なイ
ンジケーションを与える。しかしながら割込イニシアチ
ブのマスタコピーは記憶機構内の制御ブロックとして限
定される。割込みが保留とされ、あるいは処理されると
き、インジケータが制御ブロック並びに更新中の局所コ
ピーに置かれる。これによりＣＰは記憶バッファのチェ
ックポイント割込イニシアチブに対する同期化能力を用
いることが出来る。エラーが生じるとき、ＣＰは記憶機
構内の情報にもとづきその局所コピーを回復出来る。

【００６１】図３のＣＰにおいて、再試行チェックポイ
ントは完了／割込コントロール３４０が一つの命令の完
了を完了リポート３４１により決定し知らせるときにつ
くられる。このための信号は記憶装置を解放し、レジス
タ管理システム３０６を更新し（特にＧＰＲとＦＰＲを
更新する）、ＰＳＷと他のプロセッサファシリティをす
べて一サイクルで緩衝する。それ故、一つの機械サイク
ルにおいて、ＣＰは「命令完了前」から「命令完了後」
に変化する。タイプ１およびこの命令についてはこれは
命令処理終了時に１回生じ、また、ハードウェア障害が
命令完了前に生じるとすればＣＰは最後の命令完了の結
果その元の状態にもどされて命令ストリーム内のこの点
からオペレーションを回復する。しかしながらタイプ３
のオペレーションは一般に実行中数個の再試行チェック
ポイントをつくる。これを行なうために、プロセッサは
タイプ１と２のチェックポイントハードウェアの利点を
用いてタイプ３のオペレーションの実行中中間チェック
ポイントをつくる。

【００６２】中間チェックポイントは命令完了によりつ
くられるチェックポイントと同様にしてつくられる。リ
リース信号または変更終了リポートが完了／割込コント
ロール３４０に送られる。この変更終了リポートは真す
なわち、最終完了リポート（実行段階完了、全割込検査
終了、完了直前命令）を発生する「最終」終了リポート
と同じルールを用いて完了／割込コントロールにより処
理され、変更または中間完了リポートが出される。この
中間完了リポートにより中間チェックポイントがレジス
タ管理システム３０６を更新して記憶バッファ３３２Ａ
〜３３２Ｂをリリースすることによりつくられる。

【００６３】しかしながら、タイプ３の命令がまだ処理
中であるから中間完了リポートによりすべてのファシリ
ティが進められるわけではない。例えば、中間ポイント
で命令アドレスを変更することは正しくない。この機構
はタイプ３の命令を数個の正確なチェックポイントまた
はリカバリ窓に分けうるようにする。これらチェックポ
イントをつくる必要のあるポイントは、異なるリカバリ
アルゴリズムを必要とするようにシステムの状態が変化
する時に依存する。しかしながら、すべてのチェックポ
イントを完了リポートと同期化させる必要はない。SET
CLOCK 命令は、クロックの更新（図３のＣＰにおける）
が完了リポートに関連づけられていないからこの例であ
る。

【００６４】より簡単なリカバリを生じさせるようなセ
ットクロック機能を行なう他の方法がある。例えばSET
CLOCK 命令を扱う一つの方法は現在の命令により変更さ
れるべき１個のクロックと、バックアップコピーを与え
るための１個のクロックの、２個のクロックを用いるも
のである。他の方法は、更新が一サイクルで実行され、
完了リポートと同期化されるようにクロックをつくるこ
とである。

【００６５】特殊なクリーンアップまたは処理がタイプ
３のオペレーションに必要であるため、ＣＰは、エラー
が生じたとき特殊な処理が必要であるか、また、どのよ
うな特殊な処理かを決定出来るようにタイプ３のオペレ
ーションを実行中であることを思い出す方法を必要とす
る。また、これらリカバリのフットポイントは、適正な
リカバリアクションがプロセッサの一つのチェックポイ
ントから他への移動のとき特定されるように完了リポー
トによりチェックポイントを与えられたファシリティの
再試行チェックポイントの発生と同期していなくてはな
らない。更に、リカバリアルゴリズムの基礎として、前
のチェックポイントのアクションが生じたものとする仮
定を用いることが出来る。

【００６６】ここでエラー処理プロセスを示すコードに
ついて説明する。エラー処理プロセスを示すコードと
は、中央プロセッサ２０２Ａ，２０２Ｂ、及び２０２Ｃ
の中のフットプリント動作、特にマイクロコードクリー
ンアップアルゴリズムを示す。マイクロコードクリーン
アップアルゴリズムは、ソフトエラーが発生した時に適
当なリカバリ動作を行うリカバリ制御レジスタ３２７に
保存されているリカバリフットプリント情報を使用する
特別のマイクロコードルーチンとして実行される。即時
型レジスタ５０４Ａ〜５０４Ｂは、エラー処理システム
にデータを提供するために接続されており、ステージ型
レジスタ５０２Ａ〜５０２Ｂと即時型レジスタ５０４Ａ
〜５０４Ｂの内の一方が、“ＳＥＴ”，“ＡＮＤ”，
“ＯＲ”機能５０６によって選択される。別言すれば、
マイクロコードがエラー処理プロセスを示すコード（リ
カバリフットプリント）を生成する時に、このエラー処
理プロセスを示すコードはステージ型レジスタと即時型
レジスタと“ＳＥＴ”，“ＡＮＤ”，“ＯＲ”機能ファ
ンクション５０６により成される選択とから構成される
リカバリ制御によって有効になる。以下にエラー処理プ
ロセスを示すコードが生成される動作について詳述す
る。リカバリを制御しフットポイントを維持する中央要
素はリカバリ制御レジスタ３２７（図５に示す）であ
る。リカバリ制御レジスタ３２７は２個の多ビットレジ
スタ、ステージ型レジスタ５０２Ａ〜５０２Ｂおよび即
時型レジスタ５０４Ａ〜５０４Ｂとして与えられる。こ
れらレジスタは、新しいデータがインゲートされない
か、あるいは新しいデータがインゲートされた後に明示
的に直前の値にリセットされるならば、前の値を保持す
るような形式のものである。即時型レジスタ５０４Ａ〜
５０４Ｂはリカバリ中に用いられる情報を含む。ステー
ジ型レジスタ５０２Ａ〜５０２Ｂはフットポイントを再
試行チェックポイントの変更前に組立てることの出来る
プラットフォームである。この実施例ではＣＰマイクロ
コードがすべてのタイプ３のオペレーションを実行し、
それ故それらオペレーション用のリカバリフットポイン
トをセットアップする。マイクロコードは“ＳＥＴ”，
“ＡＮＤ”，“ＯＲ”機能５０６を用いていずれかのレ
ジスタを通して動作させることが出来る。これらオペレ
ータの選択並びに図示のようにレジスタを分離する決定
は新しいチェックポイント値のセットアップ時に最大の
フレキシビリティをもってマイクロコードを与えるため
に行なわれる。

【００６７】タイプ３のアルゴリズムにリカバリフット
ポイントの即時変化が必要なときにはマイクロコードは
即時型レジスタを動作させる。クロックのセットは直接
マイクロコードの制御を受けるものであって完了とは同
期化されないから、マイクロコードが即時型ＲＣＲとク
ロックを同時にセットする。しかしながら、例えば記憶
がリリースされるような変化を必要とする事象とリカバ
リフットポイントを同期化する必要があれば、マイクロ
コードはステージレジスタ５０４Ａ〜５０４Ｂに適正な
フットポイントを置きリリース信号を完了／割込ロジッ
ク３４１に出す。リリースが処理されて可変であるサイ
クル数後に完了リポートとして同報通信される時、チェ
ックポイントが進められ、即時型レジスタ５０４Ａ〜５
０４Ｂが同じサイクル中に更新されて一つのリカバリ窓
から次へのクリスプ遷移を許可する。両レジスタは最終
終了リポートから生じる最終命令完了でリセットされ
る。タイプ３のオペレーションは完了してもはやフット
ポイントは適用しない。

【００６８】プロセッサ内でハードウェア障害が生じた
とすれば、現在のリカバリ窓の完了は、その窓で操作さ
れるデータがエラーで汚染されていることがあるから阻
止される。更に、即時型レジスタ５０４Ａ〜５０４Ｂの
更新も阻止されて、実際に完了した最後の再試行チェッ
クポイントと一致するリカバリフットポイントを含むよ
うにされる。

【００６９】すべてのソフトエラーについてＰＣＥ２１
６はエラー条件に対する注意を行ない、この実行におけ
るＣＰ２０２Ａ〜２０２Ｃでのリカバリアクションをシ
ーケンスづける。まず、ＰＣＥ２１６によりリセットが
開始される。次にマイクロコードクリーンアップアルゴ
リズムが実行される。リセットおよびクリーンアップア
ルゴリズムの組合せによりデータフローがリセットさ
れ、未完了記憶およびレジスタ更新を含む未完了のチェ
ックポイントデータが捨てられる。次にＣＰマイクロコ
ードがＲＣＲを含むチェックポイントファシリティがエ
ラーにより損なわれたかどうかを知るためにＣＰエラー
インジケータを検査する。ＲＣＲがエラーにより損なわ
れていたとすれば、プロセッサはチェックストップ状態
とされる。他のチェックポイントファシリティが損傷し
たとすれば、ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰ（例えばシステム
損傷機械チェックまたは命令処理損傷）により定義され
る適正な損傷レベルを示す機械チェック割込みが与えら
れる。チェックポイントが有効であれば、再試行しきい
値となったとき（例えば７回の再試行が不成功のとき）
に機械チェックが発生されるだけである。次の、同じく
ＰＣＥ２１６で開始される段階は適正なリカバリアクシ
ョンを行なうためのリカバリ制御レジスタ内のリカバリ
フットポイント情報を用いる特殊なマイクロコードルー
チンを走行させることである。

【００７０】前述のようにレジスタ５０２Ａ〜５０２Ｂ
および５０４Ａ〜５０４Ｂの夫々は２つのビット群に分
割される。レジスタ５０２Ａと５０４Ａ内のビットは、
夫々がＣＰを論理的に一致する状態にもどすのに必要な
任意のタイプの特別のアクションをリカバリマイクロコ
ードに知らせる特別の意味をもつ単一ビットとして用い
られる。これらビットは同時にセットされて２以上のオ
ペレーションで通常使用される。そのようなビットの一
つは「要ワーキングレジスタ」ビットであり、リカバリ
に必要なデータまたはアドレスがＳＸＥ内のワーキング
レジスタに保存されていることを示す。他の例は「制御
ブロックロック」ビットであり、これはＣＰが記憶機構
にソフトロックアウトを有することを意味する。レジス
タ５０２Ｂと５０４Ｂの後半に含まれるビットは、例え
ば「SET CLOCK 中」のような特別な命令リカバリアルゴ
リズムの実行の必要性（すなわち、特別なオペレーショ
ンがエラー時に進行中であったこと）をマイクロコード
に示すエンコードアルゴリズム番号を含む。

【００７１】種々のコードポイントが限定され、セット
され、そしてＣＰマイクロコードにより解釈される。こ
れはハードウェアへの依存性を除いてＣＰマイクロコー
ドに新しいコードポイントの付加と現存するものの変更
についてのフレキシビリティを与える。コードポイント
と限定はどのマイクロコードアルゴリズムがそれをセッ
トするか、およびどのリカバリアルゴリズムがそれらを
解釈するかにもとづきつくられる。

【００７２】リカバリ制御レジスタは、臨界的な状態変
化と同期してロードされるから、機械の与えられた状態
について正してリカバリアルゴリズムを常に含む。それ
故、いつアルゴリズムがセットされたか、および機械状
態変化が実際に生じたかとうかについて、あいまい性は
ない。

【００７３】ＥＳＡ／３９０アーキテクチャでは或る命
令は「チェックポイント同期化」が必要である。更に、
或る命令は実行前に、他は実行後に、あるものはその前
後にチェックポイント同期化のために特定される。設計
されたチェックポイント同期化アクション時にそのアク
ション前の命令の実行に関連するすべてのエラーを検査
し、適正な命令アドレスでリポートする必要がある。こ
れを行うことにより、ソフトウェアはエラーの生じたソ
フトウェアチェックポイントインターバルおよび影響さ
れる命令群を決定することが出来る。このとき、ソフト
ウェアは適正なソフトウェアリカバリアクションを行な
うことが出来る。

【００７４】図２のＣＰにおいて、任意のファシリティ
に関連するすべてのエラーが記憶に対して生じるものを
除き命令の完了前にリポートされる。記憶は記憶バッフ
ァにおいて完了とマークされるが高速バッファには書込
まねばならない。この窓内のプログラム記憶機構への記
憶に生じるエラーは、ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰで定義さ
れるように記憶機構論理有効性ビットがゼロである機械
チェック割込みによりソフトウェアにリポートされねば
ならない。更に、それは正しいソフトウェアチェックポ
イントインターバルに関連づけられねばならない。

【００７５】チェックポイントの同期化はオペレーショ
ンのタイプのカテゴリ化にもう一つのディメンションを
付加する。ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰではチェックポイン
ト同期化命令は三つのオペレーションタイプのすべてに
ある。無条件分岐（ＢＣＲＦＯ）およびセットアドレス
スペース制御（ＳＡＣ）はチェックポイントを同期化す
るタイプ１の命令である。ロードＰＳＷはタイプ２のチ
ェックポイントシンクロナイザであり、Ｉ／Ｏ命令の多
くはチェックポイントを同期化するタイプ３のオペレー
ションである。

【００７６】タイプ１の命令はすべての前の記憶が高速
バッファに入るまで完了しない。タイプ２と３の命令は
前のすべての記憶が高速バッファに入るまで中間再試行
チェックポイントをつくらず、その記憶が高速バッファ
内となるまで完了しない。その結果、タイプ２と３の命
令についてはその記憶のクリアを待つ間に各命令の終了
時に付加的なリカバリ窓が存在する。エラーが生じる
と、リカバリアルゴリズムが障害のあるソフトウェアチ
ェックポイントインターバルを示すために命令アドレス
を調整する。それ故このリカバリアルゴリズムはタイプ
２と３のチェックポイントシンクロナイザについてそれ
ら自体の固有のリカバリアルゴリズムに加えてリカバリ
アクションの一部分となる。

【００７７】次にタイプ３の命令の二つの例を用いて、
いかにしてチェックポイントをつくるか、リカバリフッ
トポイントの維持と同期化に対してのリカバリ制御レジ
スタの使用、およびそれらオペレーションを再試行する
ために用いられるアルゴリズムを示す。

【００７８】ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰ命令PAGE-IN は４
ｋページのデータを拡張記憶機構２１２から中央記憶機
構２０８に移し、ＳＸＥ３２８で実行される。これはデ
ータ移動が命令の完了時に完了しなければならないこと
を意味する同期命令である。ＥＳＡ／３９０ ＰＯＰで
は、この命令は実行の前後にアーキテクチャ的にチェッ
クポイントの同期化を行なわねばならない。

【００７９】図６はPAGE-IN 命令についての実行段階を
示すフローチャートである。PAGE-IN 命令の第１段階す
なわちステップ６０２は命令セットアップ、例外チェッ
ク、オペランドアドレスの計算等からなる。次にステッ
プ６０４においてもオペランドアドレスは、エラーが生
じたときのリカバリにより後に使用するためにＳＸＥの
ワーキングレジスタに保存される。この時点で、セット
アップ型ワークのすべてが完了しているが、設計された
ファシリティは変更されていない。このオペレーション
にはアーキテクチャによるチェックポイントの同期化が
必要であるから、これは前の命令からのすべての記憶が
高速バッファに安全に入れられるまで待機しなければな
らない（ステップ６０６）。この待機ステップは、記憶
プロセスが命令セットアップと重なるようにページ命令
の実行中、出来るだけ遅い時点で実行される。マイクロ
コードがこのときページ要求を出しうる状態となる。

【００８０】ステップ６０７で即時型リカバリ制御レジ
スタ内のビットは「リカバリにワーキングレジスタが必
要と「ページーイン進行中」がセットされたことを示
し、そしてページイン要求がステップ６０８で出され
る。即時型リカバリ制御レジスタは、この実施例ではペ
ージ要求のリリースが直ちに生じて命令完了とは同期化
されないために使用される。このときマイクロコードは
状態を示すページ要求に対する応答を待ち（ステップ６
１０）、それにより条件コードがセットされる（ステッ
プ６１０）。PAGE IN 命令についての条件コードの設定
は３９０／ＥＳＡＰＯＰに詳述されている。

【００８１】ページ要求に対するこの応答が入り、そし
て条件コードがセットされると、プロセッサはそのオペ
レーションの実行過程を完了する。そしてマイクロコー
ドはアーキテクチャが要求するようにチェックポイント
を同期化（ステップ６１４）し、その命令を終了する
（ステップ６１６）。最後にステップ６１８で完了／割
込ロジック３４０がPAGE IN についての完了リポートを
出す。このリポートの結果、即時型およびステージ型の
リカバリ制御レジスタはクリアされる。

【００８２】図７はPAGE IN 命令の実行段階、新しいチ
ェックポイントがつくられる点および種々のリカバリ窓
を示す時系列図である。チェックポイント１は最終命令
の完了の結果つくられる。そのポイントからステップ６
０７までにおいて、PAGE IN命令はまだタイプ１のリカ
バリ窓内にある。もどすことの出来ない更新がなされた
ファシリティはなく、その結果を見た他のエレメントは
ない。この窓に生じるエラーにより、プロセッサはチェ
ックポイント１にもどる。ＲＣＲは特別の処理を必要と
しないことを意味するため、この実行についてはゼロと
いう値を有する。それ故、デコーディングおよび実行が
チェックポイント１からとり出される。

【００８３】チェックポイント２は即時型リカバリ制御
レジスタがステップ６０７によりセットされるときにつ
くられる。このときページング要求が出される。この点
以降に他のエレメントは主記憶機構にページングされた
データを見ることが出来、システムの状態はチェックポ
イント１のそれにはもどることが出来ない。しかしなが
ら、このアーキテクチャはページング命令について複数
の記憶機構のアクセスを可能にし、それ故チェックポイ
ント２がつくられた後にエラーが生じるとすればリカバ
リプロセスがリカバリ制御レジスタを呼出すとき、「リ
カバリに必要なワーキングレジスタ」ビットおよび進行
アルゴリズムコード内の「ページイン（PAGE IN ）」を
見ることになる。これによりリカバリマイクロコードは
このケースを処理するための特殊なルーチンを走行させ
る。

【００８４】「リカバリに必要なワーキングレジスタ」
（ＷＲＲＲ）ビットはこのアルゴリズムに必要なデー
タ、この場合には主記憶機構のアドレスと拡張記憶機構
のブロック番号、がワーキングレジスタ内にあることを
示す。ワーキングレジスタ内のデータが損なわれるよう
なエラーが生じたとすると、このオペレーションのリカ
バリは不可能となる。ＷＲＲＲビットがセットされない
とき、ワーキングレジスタ内のデータはそれらに影響す
るエラーからのリカバリを可能にするために更新または
リセットされうる。ワーキングレジスタ内のデータがそ
のエラーによっては損なわれなかった場合には、マイク
ロコードリカバリルーチンがページ命令の回復のために
進められる。このリカバリの第１ステップは現在あるペ
ージング要求を排除することである。これは拡張記憶機
構とプロセッサを再び同期化させる。次にリカバリマイ
クロコードは拡張記憶機構にページング要求を再び出
し、リカバリ制御のもとでオペレーションを完了する。
リカバリの完了時点で完了リポートも発生され、これが
リカバリ制御レジスタをリセットして正常な実行を回復
する。

【００８５】Ｉ／Ｏ命令および割込みはＥＳＡ／３９０
ＰＯＰでは次の四つのカテゴリに分類される。

【００８６】ａ． Ｉ／Ｏサブシステムと非同期で通信
を行なうＩ／Ｏ命令、 ｂ． Ｉ／Ｏサブシステムと同期して通信を行なうＩ／
Ｏ命令、 ｃ． Ｉ／Ｏサブシステムとは通信を行なわないＩ／Ｏ
命令、および ｄ． Ｉ／Ｏ割込。

【００８７】この明細書では、Ｉ／Ｏサブシステムとの
同期通信は、中央プロセッサ２０２Ａ〜２０２Ｃが一つ
の機能を行なうためにＩ／Ｏサブシステムを要求し、命
令を完了し、命令ストリーム内の次の命令に続く前にＩ
／Ｏサブシステムがタスクを完了するまで待機すること
を意味する。非同期通信は、中央プロセッサにより一つ
の機能が要求されると中央プロセッサがその命令を完了
し、要求された機能をＩ／Ｏサブシステムが完了するの
を待たずに命令ストリーム内の次の命令で続行すること
を意味する。

【００８８】中央プロセッサ２０２Ａ〜２０２Ｃは制御
ブロックと呼ぶ記憶機構内のデータエリアを用いてＩ／
Ｏサブシステムと通信を行なう。中央プロセッサは制御
ブロックをフェッチして要求をさがすについてのイニシ
アチブをＩ／Ｏサブシステムに与えるために要求が制御
ブロック内で保留されるときＩ／Ｏサブシステムに信号
を送る。同様に、Ｉ／ＯサブシステムはＩ／Ｏ割込みが
保留されるとき中央プロセッサに信号を送る。

【００８９】Ｉ／Ｏリカバリの基本構想はＩ／Ｏオペレ
ーションの実行前の一つのチェックポイントまでシステ
ムをもどすことである。これはシステムの設計された状
態がオペレーションの実行中更新されるから常に可能で
あるわけではない。そのような場合の構想は中間チェッ
クポイントにもどしてその命令または割込みの実行を終
了させることである。

【００９０】図８，１０，１２および１４はそれぞれＩ
／Ｏサブシステムと非同期通信を行なう命令、Ｉ／Ｏサ
ブシステムとは通信を行なわない命令、Ｉ／Ｏ割込、お
よびＩ／Ｏサブシステムと同期通信を行なう命令につい
てのリカバリに関する実行の流れを示すものである。図
９，１１，１３および１５はそれらＩ／Ｏオペレーショ
ンの実行ステップ、新しいチェックポイントをつくる
点、および種々のリカバリ窓を示す時系列図である。同
じ参照数字を付したステップは図８と９、１０と１１、
１２と１３、１４と１５における対応するステップを示
す。

【００９１】図２のＩ／Ｏサブシステムと非同期通信を
行なうＩ／Ｏ命令を実行するために、まず、ロックされ
る制御ブロックのアドレスを保存するために用いられた
ワーキングレジスタを図８のステップ７０２でクリアす
る。このとき中央プロセッサは高速バッファに書込まれ
るべき前の命令からのすべての記憶を待つことによりス
テップ７０４でチェックポイントの同期化を行なう。こ
れはＩ／Ｏ命令についての任意の記憶がリリースされ、
あるいは任意の設計されたファシリティが回復不能なよ
うに変更される前に行なわねばならない。次にステップ
７０６でステージ型ＲＣＲ内の「制御ブロックロック
ド」ビット（ＣＢＬ）をセットする。このフットポイン
トは完了リポートが入るまで有効にはならない（即時型
ＲＣＲにロードされる）。ステップ７０８で中央プロセ
ッサは制御ブロックのアドレスをワーキングレジスタに
入れ、更新しつつある制御ブロックについてのソフトロ
ックを得る。これらソフトロックは前述したインタロッ
ク更新を用いて得られる。複数の制御ブロックが要求さ
れれば、デッドロックを防止するためにロッキングプロ
トコルをみなければならない。そのようなプロトコルは
周知である。

【００９２】ソフトロックの記憶は中間完了リポートか
ら生じるリリースで行なわれる。中間完了リポートによ
り第１ソフトロックの記憶は即時型ＲＣＲがセットされ
ると同時に可視となる。このときＣＰはその第１のタイ
プ３のリカバリ窓に入る。

【００９３】ステップ７１０で中央プロセッサは制御ブ
ロックおよびプログラム記憶手段へのそれらの変更を記
憶バッファに入れ、条件コードをセットする。条件コー
ドは、この更新がこのリカバリ窓が完了する前に生じる
エラーの場合にもとにもどしうるようにチェックポイン
トファシリティで保護される。

【００９４】ステージ型ＲＣＲはこのとき記憶バッファ
内で緩衝される制御ブロックとプログラム記憶機構への
変更を反映すべく更新される。所要のリカバリアルゴリ
ズムはステップ７１２でＣＢＬビットをリセットし、ス
テージ型ＲＣＲ内の特殊クリーンアップ要求（ＳＰＣ）
ビットと終了命令（ＦＩＮ）ビットをセットすることに
よって変更される。

【００９５】ステップ７１４で出されたリリースから生
じる完了リポートは同時的に記憶バッファ内の変更を可
視とし、条件コードと即時型ＲＣＲを更新することによ
り新しいチェックポイントをつくる。ここでＣＰはこの
タイプのＩ／Ｏオペレーションについての第２のタイプ
３のリカバリ窓に入る。

【００９６】この命令を実行するために必要なすべての
変更は機能的には命令アドレスの更新を除きこの点で完
了する。ステップ７１６で要求が保留中であることを示
す信号がＩ／Ｏサブシステムに送られ、ＣＰが制御ブロ
ックのロック値をリセットし、それらを記憶バッファに
入れることにより制御ブロックのロックをはずすプロセ
スを始める。

【００９７】所要のリカバリアルゴリズムはステップ７
１８でＦＩＮビットをリセットし、ステージ型ＲＣＲ内
の「チェックポイントシンクロナイザ進行中」（ＣＫＰ
Ｔ）ビットをセットすることにより再び変更される。Ｓ
ＰＣビットは変更されず、従ってそのままである。

【００９８】ステップ７２０で出されるリリースによる
完了リポートは同時的に記憶バッファ内の変更を可視と
して即時型ＲＣＲを更新することにより新しいチェック
ポイントをつくる。次にステップ７２２でＣＰはその記
憶のすべてが高速バッファに書込まれるのを待つことに
よりチェックポイントの同期化を行なう。

【００９９】これら記憶が完了してしまうと、即時型Ｒ
ＣＲ ＳＰＣはリセットされる（ステップ７２４）。Ｃ
ＫＰＴビットは変更されず、従ってセットされたままで
ある。最後にステップ７２６で終了リポートが出され、
ステップ７２８で完了リポートを発生することによりこ
のオペレーションは完了する。

【０１００】図９は図８と同じ実行ステップをリカバリ
窓とステージ型および即時型ＲＣＲの値と共に時系列で
示したものである。

【０１０１】チェックポイント１は最後のオペレーショ
ン７０１の完了時につくられる。ＣＰは完了リポート７
０９が出るまでタイプ１のリカバリ窓（ＷＩＮＤＯＷ
１）にとどまる。完了リポート７０９の前にはシステム
の他の部分に対し変更は可視化されない。エラー時のリ
カバリアクションはプロセッサの状態をチェックポイン
ト１にもどし処理を開始することである。これは即時型
ＲＣＲの値をゼロにすることによってリカバリマイクロ
コードに示される。

【０１０２】次のチェックポイント（チェックポイント
２）は完了リポート７０９の結果としてつくられる。こ
の点で、更新されたソフトロックが可視とされているか
ら記憶機構は変更されている。ＣＢＬビットが完了リポ
ート７０９の結果として即時型ＲＣＲにセットされる。
このビットはステップ７０６の結果としてステージ型Ｒ
ＣＲ内に早い時期にセットアップされたが、完了リポー
ト７０９までは有効とならなかったものである。ステッ
プ７０８は数個のソフトロックを獲得することからな
る。即時型ＲＣＲ ＣＢＬビットは複数のリリースにま
たがるこの周期中オンのままである。

【０１０３】チェックポイント１と２は記憶機構内のソ
フトロックについて以外は等しい。ソフトロックはシス
テムの設計された状態を変えない、あるいは他のエレメ
ントにおける反応を生じさせないから、ＣＰはソフトロ
ックをアンロックすることによりチェックポイントにも
どることが出来る。ＷＩＮＤＯＷ ２内でエラーが生ず
れば即時型ＲＣＲ ＣＢＬビットはオンとなってリカバ
リマイクロコードに制御ブロックがロックされることを
示す。リカバリマイクロコードはそれ故、ワーキングレ
ジスタ内にそのアドレスを保存してあるこの制御ブロッ
クをアンロックし、それによりＣＰをチェックポイント
１にもどす。

【０１０４】ワーキングレジスタ内にアドレスを保存す
ることにより制御ブロックをアンロックするときのリカ
バリマイクロコードの時間が節約される。他の方法は一
つの制御ブロックがロックされたことの表示のみを維持
し、次に回復中のＣＰのロックのＩＤについてすべての
制御ブロックを検索することである。この技術も、ワー
キングレジスタ内のアドレスがエラーで汚染されたとき
に使用することが出来る。

【０１０５】ＣＰをチェックポイント１にもどしうるよ
うにすることにより、エラー時に実行中の固有のＩ／Ｏ
オペレーションの知識を回復処理のために保存する必要
はない。

【０１０６】チェックポイント３はリリース７１４によ
り生じる完了リポート７１５でつくられる。完了リポー
ト７１５により、制御ブロックおよび記憶機構への設計
された変更および条件コードに対する更新（ステップ７
１０におけるような）が可視とされる。同時に、即時型
ＲＣＲ ＣＢＬビットはリセットされ、即時型ＲＣＲＳ
ＰＣとＦＩＮビットはセットされる。ＷＩＮＤＯＷ ３
中のエラーの場合にはＣＰはチェックポイント３にもど
される。設計されたファシリティはチェックポイント３
で変更されており、他のシステムエレメントにより見る
ことが出来るから、ＣＰはそれら変更をもとにもどして
チェックポイントにもどることはもはや出来ない。それ
故、行なわれるリカバリアクションは命令を完了するこ
とである。しかしながら、条件コードの更新を含む、命
令の実行に必要な命令の固有の変更のすべてが完了リポ
ート７１５の結果として同時に生じる。それ故、即時型
ＲＣＲ ＦＩＮビットはマイクロコードに、この命令を
終了するのに必要なすべてが制御ブロックをアンロック
し、Ｉ／Ｏサブシステムに信号を送り、チェックポイン
トを同期化して命令アドレスを更新することであること
を知らせる。このアクションはこのカテゴリにおけるす
べての命令についても同じであり、それ故どの特別の命
令が実行中であるかを知る必要はない。

【０１０７】図２のシステムにおいてＩ／Ｏサブシステ
ムは要求のマスタコピーとして制御ブロックを使用する
ように設計されている。ＷＩＮＤＯＷ ３がエラーのた
め再試行されるとすれば、２以上の信号が一つの要求に
対しＩ／Ｏサブシステムに出されることになる。Ｉ／Ｏ
サブシステムは実際の要求として制御ブロックを用いる
から、その要求についてもすでにサービスを行なってし
まっていれば、以降の受信信号を捨てることになる。

【０１０８】ＳＰＣ ＲＣＲビットはリカバリマイクロ
コードに、エラーが記憶を損なわせた場合には特殊なア
クションが必要であることを示す。この場合、記憶機構
内の制御ブロックは不一致状態に入る。ＳＰＣビットが
オンである間に記憶エラーが生ずれば、リカバリマイク
ロコードはＩ／Ｏ制御ブロックのリセットや再構成を含
む、より極端なアクションを採ることになる。これは命
令処理の損傷ないしチャンネルリポートワード保留機械
チェック割込みを生じさせるからシステムをオペレーシ
ョナルな状態にもどすのに必要である。これら機械チェ
ック割込みの意味はＥＳＡ／３９０ ＰＯＰに示されて
いる。

【０１０９】チェックポイント４はリリース７２０の結
果としての完了リポート７２１によりつくられる。完了
リポート７２１によりすべてのソフトロックはアンロッ
クされる。完了リポート７２１が出た後、命令の完了に
おいて残されたステップはチェックポイントの同期化
と、必要であれば命令アドレスの更新である。命令アド
レスがＰＳＷステップまたは分岐によりロードされたな
らば、その命令アドレスは増加されない。ＣＫＰＴビッ
トはこの期間にエラーが生じたならこのアクションが必
要であることを示す。チェックポイントが同期化するす
べてのオペレーションによる一つの共通のリカバリアル
ゴリズムの使用を可能にするためにこのアクションが必
要なことを示すために用いられる。ＳＰＣビットは、チ
ェックポイントの同期化がクリアされてしまうまでオン
である。その点で、制御ブロックのすべては安全に高速
バッファに入れられており、より厳しいアクションへの
エスカレーションはもはや必要でない。

【０１１０】Ｉ／Ｏサブシステムと非同期通信を行なう
Ｉ／Ｏ命令内の５個のリカバリ窓はこのカテゴリのすべ
ての命令について同じであり、４個の固有のＲＣＲビッ
ト、すなわちＣＢＬ、ＳＰＣ、ＦＩＮ、ＣＫＰＴ、を用
いてリカバリマイクロコードに示される。

【０１１１】図１０はＩ／Ｏサブシステムとは通信を行
わないＩ／Ｏ命令についての実行ステップを示すフロー
図であり、図１１は同一カテゴリのＩ／Ｏ命令について
のリカバリ窓を示す時系列図である。ステップ８１６を
除きステップ８０２〜８２８は図８の対応部分（７０２
〜７２８）と同じである。ステップ７１６に対応するス
テップ８１６においてこれら命令の実行はＩ／Ｏサブシ
ステム（図８）と通信する命令とは異なる。図１０から
明らかなようにステップ８１６ではＩ／Ｏサブシステム
はメッセージは出されない。リカバリ窓のすべては要求
されるリカバリアクションを示すために用いられるＲＣ
Ｒビットと同じである。Ｉ／Ｏサブシステムは擬似信号
を処理するように設計されるから、同一のＦＩＮビット
を非同期通信を行なう命令とＩ／Ｏサブシステムと通信
を行なわないものの両方に用いることが出来る。

【０１１２】図１２はＩ／Ｏ割込みの実行ステップのフ
ローチャート、図１３は対応する時系列図である。割込
みの実行はＩ／Ｏサブシステムと非同期通信を行なう命
令および通信を行なわない命令のそれとはいく分異な
る。それ故、新しいＲＣＲビットが導入され、すなわち
「Ｉ／Ｏ割込進行中」（ＩＲＰＴ）が導入され、これが
ステップ９０２でセットされる。ＣＰはこのときステッ
プ９０４でＩ／Ｏ割込みの所有権を要求する。一実施例
では所有権は或種の仲裁プロセスにより一つのＣＰに許
可される。一つのＣＰが選択されると、すべての他のＣ
Ｐにおいて割込みがリセットされてそれらが誤って割込
まれることのないようにする。要求するＣＰはワーキン
グレジスタにそれがワーキングしているＩ／Ｏサブクラ
スを保存し（ステップ９０６）、他のワーキングレジス
タを初期化する（ステップ９０８）。

【０１１３】ステップ９１０でＣＰは割込所有権につい
て許可されたかどうかを決定する。割込み処理に選ばれ
ていなければ、すなわち所有権が与えられなければ、割
込処理を終り、命令ストリームにもどる。これは終了リ
ポート９１１を出すことによって行なわれ、それにより
完了リポート９１３が生じ、命令処理が回復する。要求
ＣＰが割込み所有権を与えられれば、それがチェックポ
イントを同期化する（ステップ９１２）。これは設計さ
れたファシリティが回復不能に変更される前に行なわ
れ、記憶機構がこの割込みで更新される。このときＣＰ
はステージ型ＲＣＲにＣＢＬビットをセットし（ステッ
プ９１４）、要求された制御ブロックのソフトロッキン
グをはじめる（ステップ９１６）。

【０１１４】ステップ９１８において、プログラム記憶
機構と制御ブロック内の設計されたフィールドへの更新
が記憶バッファ内に置かれる。次にステップ９２０にお
いてＩ／Ｏの新しいＰＳＷがフェッチされてＰＳＷに置
かれる。このＰＳＷはまたそのチェックポイント値を保
持するためのチェックポイントファシリティで保護され
る。ステップ９２２で、ステージＲＣＲのビットＳＰＣ
とＣＫＰＴがセットされ、ＣＢＬとＩＲＰＴがリセット
される。次にステップ９２４でリリースが出され、その
対応する完了リポートにより記憶機構、ＰＳＷおよび即
時型ＲＣＲが同時に更新される。

【０１１５】ステップ９２６でＣＰはチェックポイント
を同期化してすべての制御ブロックおよび設計された記
憶機構が進行の前に更新されるようにする。この時点で
は制御ブロックが高速バッファに記憶されるから、もは
や特殊なクリーンアップは不要であり、ＳＰＣビットが
リセットされる（ステップ９２８）。このとき終了リポ
ートが出される（ステップ９３０）。これは最終の完了
リポートを生じさせる（ステップ９３２）。

【０１１６】Ｉ／Ｏ割込みに必要なリカバリアクション
の多くはＩ／Ｏサブシステムと非同期通信を行なう命令
およびＩ／Ｏサブシステムとは通信を行なわない命令に
より必要とされるものと同じである。それ故、Ｉ／Ｏ割
込みは同じＲＣＲビット、ＳＰＣ、ＣＢＬ、ＣＫＰＴと
リカバリアルゴリズムを使用する。ＩＲＰＴビットはＣ
Ｐリカバリマイクロコードに、所有権が要求されている
ため割込みのイニシアチブがすべてのＣＰ内でリセット
されうることを示す。Ｉ／Ｏ割込みのＷＩＮＤＯＷ ２
または３にエラーが生ずれば、回復するＣＰで走行する
リカバリコードが保留されているＩ／Ｏ割込みについて
制御ブロックを検索し、すべてのＣＰに、再び割込み保
留インジケータのセットを知らせて割込みイニシアチブ
を再成させる。それ故Ｉ／Ｏ割込みを回復するためには
１個の付加的ＲＣＲビットとリカバリアルゴリズムしか
必要としない。リカバリの時間を短くするために、どの
割込みが処理されたかについての情報が保存出来、その
特定の割込みのみが再成される。

【０１１７】図１４はＩ／Ｏサブシステムと同期的に通
信を行なうＩ／Ｏ命令の実行を示すフローチャートであ
り、図１５はそれに対応する実行時系列図である。

【０１１８】図２のシステムではＩ／Ｏサブシステムと
同期通信を行なう命令はその機能を行なう資源が使用可
能となるまで待機しなければならない。これも制御ブロ
ックを用いて決定される。それ故、同期通信を行なう命
令はワーキングレジスタを初期化し（ステップ１００
２）、チェックポイントを同期化し（ステップ１００
４）、さらに制御ブロックについてのソフトロック獲得
を開始し（ステップ１００６）、ワーキングレジスタに
それらロックのアドレスを入れる（ステップ１００
８）。この機能を実行することを要求される資源につい
てのソフトロックが得られると、ＣＰは制御ブロックを
検査してその資源が使用中であるかどうかを決定する
（ステップ１０１０）。その資源が使用出来なければ、
ロックプロトコルは、前に得た他のソフトロックをその
資源のロック時に以降の試みがなされる前にリリースす
ることを要求する。これは制御ブロック内のロックＩＤ
をリセットし、制御ブロックに更新を置き（ステップ１
０１１）、記憶が可視化されるようにリリース信号を出
す（ステップ１０１３）。

【０１１９】資源が使用可能であれば、制御ブロックに
対する更新は資源がそのとき使用中であることを示し、
所要の機能が記憶バッファに置かれ（ステップ１０１
２）、制御ブロックのソフトロックが解除される（記憶
バッファにおいて緩衝される）（ステップ１０１４）。
次にその機能の実行を要求するメッセージがＩ／Ｏサブ
システムに出される（ステップ１０１６）。ＳＰＣステ
ージ型ＲＣＲビットは、同期通信を行なう命令が進行中
（ＳＹＮＣ）であることを示す新しいステージ型ＲＣＲ
ビットと共にセットされる。ステージ型ＲＣＲ ＣＢＬ
ビットはリセットされ（ステップ１０１８）、リリース
が出される（ステップ１０２０）。この結果として完了
リポートにより制御ブロックは更新され、即時型ＲＣＲ
はセットされる。このときＣＰはＩ／Ｏサブシステムが
そのタスクを完了するのを待つ（ステップ１０２２）。
次にＣＰはＩ／Ｏオペレーションの結果を含む制御ブロ
ックをソフトロックし（ステップ１０２４）、その結果
をプログラム記憶機構に記憶されるべきものとして記憶
バッファに置く（ステップ１０２６）。そして、それが
制御ブロックに更新を置き、資源を解放し（ステップ１
０２８）、さらに制御ブロックについてのリセットロッ
ク値を記憶バッファに置く（ステップ１０３０）。

【０１２０】次にステージ型ＲＣＲはＣＫＰＴビットを
セットし、ＳＹＮＣビットをリセットすることにより新
しいチェックポイントを示すために更新される（ステッ
プ１０３２）。次いでリリースが出される（ステップ１
０３４）。ＣＰはチェックポイントの同期化を行ない
（ステップ１０３６）、ＳＰＣビットをリセットし（ス
テップ１０３８）て終了する（ステップ１０４０）。最
後に命令が完了する（ステップ１０４２）。

【０１２１】図１５はＩ／Ｏサブシステムと同期的に通
信するＩ／Ｏ命令の実行の異なる過程（リカバリ窓）お
よび各過程で生じる障害についての所要のリカバリアク
ションを示すタイミング図である。図１５内の参照数字
は図１５に示す前述のステップに対応する。

【０１２２】ＳＰＣ、ＣＫＰＴおよびＣＢＬ ＲＣＲビ
ットは他方のＩ／Ｏオペレーションについてのものと同
じリカバリアクションを有する。ＳＹＮＣビットが即時
型ＲＣＲにセットされている間にエラーが生じると、Ｃ
Ｐリカバリマイクロコードはチェックポイント３から命
令の実行をとり出してそれをリカバリ制御のもとで完了
する。

【０１２３】このように、６個のＲＣＲビットと固有の
アクションのみがすべてのＩ／Ｏ命令および割込のすべ
ての窓を回復するのに必要である。このようにチェック
ポイントをつくることにより、リカバリの有効性を最大
にしつつ、アルゴリズムの数を最少とすることが出来
る。

【０１２４】

【発明の効果】本発明によるリカバリ制御システムは、
命令処理の経過を維持し、チェックポイントの完了と同
期してエラーリカバリ処理ファシリティに正しくタイミ
ングよくエラーリカバリ情報を与えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】無シーケンスで命令を実行出来るプロセッサに
おける種々の命令の実行の状態を示す図。

【図２】中央電子複合体（ＣＥＣ）のブロック図。

【図３】図２のＣＥＣ内の中央プロセッサ（ＣＰ）の機
能図。

【図４】（Ａ）はタイプ２のプロセッサのブロック図で
あって、その活性コピーとチェックポイントコピーおよ
びチェックポイントデータのつくり方および回復のし方
を示す図。（Ｂ）はタイプ２の命令の実行に関して、い
かに活性およびチェックポイントレジスタの値が変化す
るかを示すタイミング図。

【図５】図３のリカバリ制御レジスタ（ＲＣＲ）のブロ
ック図。

【図６】ＰＡＧＥ ＩＮ命令の実行を示すフローチャー
ト。

【図７】ＰＡＧＥ ＩＮ命令の異なる実行過程（リカバ
リ窓）および各過程に生じる障害についての所要のリカ
バリアクションを示すタイミング図。

【図８】Ｉ／Ｏサブシステムと非同期通信を行なうＩ／
Ｏ命令の実行を示すフローチャート。

【図９】Ｉ／Ｏサブシステムと非同期通信を行なうＩ／
Ｏ命令の異なる実行過程（リカバリ窓）および各過程に
生じる障害についての所要のリカバリアクションを示す
タイミング図。

【図１０】Ｉ／Ｏサブシステムと通信を行なわないＩ／
Ｏ命令の実行を示すフローチャート。

【図１１】Ｉ／Ｏサブシステムと通信を行なわないＩ／
Ｏ命令の異なる実行過程（リカバリ窓）と各過程に生じ
る障害についての所要のリカバリアクションを示すタイ
ミング図。

【図１２】Ｉ／Ｏ割込の実行を示すフローチャート。

【図１３】Ｉ／Ｏ割込の異なる実行過程（リカバリ窓）
および各過程に生じる障害についての所要のリカバリア
クションを示すタイミング図。

【図１４】Ｉ／Ｏサブシステムと同期的に通信するＩ／
Ｏ命令の実行を示すフローチャート。

【図１５】Ｉ／Ｏサブシステムと同期的に通信を行なう
Ｉ／Ｏ命令の異なる実行過程（リカバリ窓）および各過
程に生じる障害についての所要のリカバリアクションを
示すタイミング図。

【符号の説明】

２０２Ａ〜２０２Ｃ 中央プロセッサ ２０４Ａ〜２０４Ｃ レベル１高速バッファ ２０６ レベル２高速バッファ ２０８ 中央記憶機構 ２１０Ａ 相互接続通信エレメント ２１０Ｂ チャンネルサブシステム ２１２ 拡張記憶機構 ２１６ プロセッサコントローラエレメント ２１８ システム制御エレメント

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート、ジョン、ハーバン アメリカ合衆国ニューヨーク州、ライ、ウ ォルナット、ストリート、ビー03、１ (72)発明者 スーザン、バーバラ、スティルマン アメリカ合衆国ニューヨーク州、ポーキプ シー、スタウト、コート、３−11

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】プロセッサによる命令ストリームの実行中
   に生じるエラーから回復するためのリカバリ制御システ
   ムであって、 上記命令の夫々の完了時にチェックポイントをつくるた
   めのチェックポイント手段と、 上記エラーを検出するためのエラー検出手段と、 上記エラー検出手段がエラーを検出したときに実行され
   るべきエラーリカバリプロセスを選択し、そのエラー処
   理プロセスを示すコードを発生するための決定手段と、 第１レジスタ、この第１レジスタに接続されて上記エラ
   ーリカバリシステムに直接にデータを与えるように接続
   された第２レジスタ、上記決定手段に接続されて上記第
   １レジスタと第２レジスタの内の一方を上記エラー処理
   コードを受けるものとして選択するための選択手段、及
   び、上記チェックポイトン手段に接続されて上記チェッ
   クポイントの発生と同期的に上記第１レジスタから第２
   レジスタに上記データを転送するための転送手段を備え
   たリカバリ制御レジスタと、 上記第２レジスタに接続されてその中の上記コードによ
   り示される上記リカバリプロセスを実行するためのリカ
   バリ手段とを備えたリカバリ制御システム。
2. 【請求項２】前記チェックポイント手段は前記チェック
   ポイントの夫々について中間完了リポートと最終完了リ
   ポートを発生する手段を含み、前記転送手段は上記中間
   完了リポートに応じて前記データを前記第１レジスタか
   ら第２レジスタに転送するものである請求項１のリカバ
   リ制御システム。
3. 【請求項３】プロセッサによる命令ストリームの実行中
   に生じるエラーから回復するためのリカバリ制御システ
   ムであって、 ａ） 上記命令の夫々の完了時にチェックポイントをつ
   くるためのチェックポイント手段および上記チェックポ
   イントの夫々について中間完了リポートと最終完了リポ
   ートを発生する手段と、 ｂ） 上記エラーを検出するためのエラー検出手段と、 ｃ） 上記プロセッサで進行中のオペレーションをモニ
   タのために決定し、上記エラー検出手段がエラーを検出
   したときに実行されるべきエラーリカバリプロセスを選
   択し、上記エラー処理プロセスを示すコードを発生する
   ためのリカバリ制御手段と、 ｄ） ｉ）第１レジスタ、及びｉｉ）この第１レジスタ
   に接続され上記エラーリカバリシステムに直接データを
   与えるように接続される第２レジスタを有し、ｉｉｉ）
   上記第１レジスタ及び第２レジスタは、それぞれ、エラ
   ー時に一つの命令の実行状況を示す状態情報を記憶する
   ための第１部分とリカバリ制御アルゴリズムを示すエン
   コードデータを記憶する第２部分を有するものであり、
   更に、ｉｖ）上記決定手段に接続されて上記第１および
   第２レジスタの一方を上記エラー処理コードを受けるも
   のとして選択する選択手段、ｖ）上記チェックポイント
   手段に接続されて上記中間完了リポートに応じて上記第
   １レジスタから第２レジスタに上記データを転送するた
   めの転送手段、ｖｉ）上記リカバリ制御手段と上記第１
   レジスタに接続されて上記リカバリ制御手段からの信号
   に応じて上記第１レジスタの上記第１部分のデータを論
   理的に演算するための変更手段、及びｖｉｉ）上記チェ
   ックポイント手段、上記第１レジスタ及び上記第２レジ
   スタに接続されて、上記最終完了リポートに応じて上記
   第１及び第２レジスタをリセットするためのレジスタリ
   セット手段を有するリカバリ制御レジスタと、 ｅ） 上記第２レジスタに接続されてその中の上記コー
   ドにより示される上記リカバリプロセスを実行するため
   のリカバリ手段とを備えたリカバリ制御システム。
4. 【請求項４】プロセッサによる命令ストリームの実行中
   に生じるエラーから回復するためのエラー回復方法であ
   って、 上記命令の夫々の完了時にチェックポイントをつくるス
   テップと、 上記実行中に進行中のオペレーションを決定するステッ
   プと、 上記の決定に応じてエラーが検出されたときに実行され
   るべきエラーリカバリプロセスを選択するステップと、 上記エラー処理プロセスを示すコードを発生するステッ
   プと、 上記コードを一時的に記憶するステップと、 上記エラーを検出するステップと、 上記チェックポイントの発生と同期して上記コードをエ
   ラーリカバリシステムに与えるステップと、 上記エラーが検出された後に上記コードにより示される
   リカバリアクションを開始するステップとを有するエラ
   ー回復方法。
5. 【請求項５】シーケンス命令をデコードするためのデコ
   ード手段と、 このデコード手段に接続されて上記シーケンスをはずし
   て上記命令を実行すると共に、エラーが上記命令の内の
   少なくとも一つの実行中に検出されるとき実行されるべ
   きエラーリカバリプロセスを選択してそのエラーリカバ
   リプロセスを示すコードを発生するための決定手段を含
   む実行手段と、 上記実行手段に接続されて上記シーケンスをもって上記
   命令を完了すると共に上記命令の夫々が完了したときリ
   カバリチェックポイントをつくるための完了手段と、 上記実行手段に接続されて上記エラーを検出するための
   エラー検出手段と、 上記実行手段と上記完了手段に接続され、かつ、第１レ
   ジスタ、上記第１レジスタに接続される第２レジスタ、
   上記決定手段に接続されて上記第１および第２レジスタ
   の一方を上記エラー処理コードを受けるものとして選択
   する選択手段、及び、上記チェックポイント手段に接続
   されて上記チェックポイントの発生と同期して上記第１
   レジスタから第２レジスタに上記エラー処理コードを転
   送する転送手段を含むリカバリ制御レジスタと、 上記実行手段と上記第２レジスタに接続されて上記エラ
   ーが上記命令の内の少なくとも一つの実行中に検出され
   たとき、上記コードで示されるエラーリカバリアクショ
   ンを開始するためのリカバリ制御手段とを備えたプロセ
   ッサ。