JPH10254742A - 計算機システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】メインフレームと、オープンシステムとの間
で、データの共用を可能とする。 【解決手段】 ディスク制御装置８０は、SCSIインタフ
ェース６１でUNIXオペレーティングシステム４０が制御
するCPU１０と接続し、チャネルインタフェース７１
で、VOS3オペレーティングシステム５０が制御するCPU
１１と接続する。CPU１０には、CKDレコードアクセスラ
イブラリ３５と、VSAMアクセスライブラリ３０があっ
て、CPU１１がディスク制御装置８０にCKD形式で格納し
たVSAMレコードを、FBA形式でアクセスし、かつVSAMの
制御情報を元にして、VSAMレコードとしてCPU１０のア
プリケーションプログラム２０にアクセスできる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、計算機システムに
関し、さらに詳しくは、カウントキーデータ形式に従う
インタフェースと、固定長ブロック形式に従うインタフ
ェースの両方を有する記憶装置の使用法に関する。

【０００２】

【従来の技術】異なるオペレーティングシステムの間の
ファイル共用あるいはファイル変換については、従来の
技術で公知のものがある。例えば、日本サンマイクロシ
ステムズ株式会社発行の、JLEリファレンスマニュアル
３の、装置とネットワークインタフェースのPCFS(4S)に
は、UNIXオペレーティングシステムから、ＭＳ−ＤＯＳ
オペレーティングシステムのファイルをアクセスする機
能が記載されている。（JLEは、日本サン・マイクロシ
ステムズ株式会社の商標です。UNIXは、米国X/Open Com
pany Ltd. の米国及びその他の国における登録商標で
す。MS-DOSは、米国Microsoft corporation の米国及び
その他の国における登録商標です。）

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】近年、パソコンやワー
クステーションなどのいわゆるオープンシステムを使用
して、従来メインフレームで行なわれてきた業務を行な
う、いわゆるダウンサイジングが盛んに行なわれてい
る。

【０００４】メインフレームは伝統的にディスクアクセ
スをカウントキーデータ形式に従って行なってきたのに
比べて、オープンシステムはディスクアクセスを固定長
ブロック形式に従って行なう。このために、一般的には
メインフレームで使用しているディスクは、オープンシ
ステムでは使用できないという問題がある。メインフレ
ームで使用しているディスクには、すでに大量の業務上
の情報が蓄積されているために、ダウンサイジングを行
なっても、オープンシステムからこのディスクをアクセ
スしたいという顧客の要求は大きい。この要求に答える
ための技術として、分散データベースや、ファイル転送
があるが、ネットワーク負荷が高くなるとか、既存の業
務プログラムの変更が必要になるなどの欠点がある。

【０００５】本発明は、ディスクにカウントキーデータ
形式に従うインタフェースと、固定長ブロック形式に従
うインタフェースの両方を持たせて、オープンシステム
からこのディスクをアクセスし、メインフレームから格
納した業務上の情報を利用することを可能とするもので
ある。

【０００６】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
ースと、固定長ブロック形式に従うインタフェースの両
方を有する記憶装置の使用法、特に２つのインタフェー
スの間でデータを共用する機能については、従来の技術
で公知のものはない。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明は、カウントキー
データ形式に従うインタフェースと、固定長ブロック形
式に従うインタフェースの両方を有する記憶装置を含む
計算機システムにおいて、シリンダー番号、ヘッド番号
そしてレコード番号で指定されるカウントキーデータ形
式のレコードアドレスと、ＬＢＡ（Logical Block Addr
ess）で指定される固定長ブロック形式のアドレスとを
互いに変換する手段と、カウントキーデータ形式で記憶
装置に格納されているレコードを固定長ブロック形式に
従うインタフェースでアクセスさせる手段と、前記レコ
ードから、ユーザデータだけを取り出す手段と、前記レ
コードのユーザデータを、あらかじめ定められた形式に
したがって解釈し、利用する手段とを有する計算機シス
テムを提供する。

【０００８】さらに、本発明は、カウントキーデータ形
式に従うインタフェースでデータをアクセスし、当該デ
ータを管理する手段と、固定長ブロック形式に従うイン
タフェースでデータをアクセスし、当該データを管理す
る手段と、前記どちらかの手段があるデータを使用して
いる場合、もう片方の手段にとっても当該データが使用
中であるともう片方の手段をして知らしめる手段を有す
る計算機システムを提供する。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下、図に示す発明の実施の形態
によりこの発明をさらに詳しく説明する。

【００１０】ー第１の発明の実施の形態ー 図１は、本発明の第１の発明の実施の形態の計算機シス
テムの要部構成図である。

【００１１】ＣＰＵ１０は、ＳＣＳＩ（Small Computer
System Interface）インタフェース６０を有する。Ｃ
ＰＵ１１は、チャネルインタフェース７０を有する。デ
ィスクサブシステム８０は、ＳＣＳＩインタフェース６
１でＣＰＵ１０と接続し、チャネルインタフェース７１
でＣＰＵ１１と接続する。SCSIバス６５は、ＳＣＳＩイ
ンタフェース６０と６１をむすぶ。チャネルケーブル７
５は、チャネルインタフェース７０と７１をむすぶ。

【００１２】ＳＣＳＩインタフェース６０ないし６１
を、任意の固定長ブロック形式に従うインタフェースと
する構成も可能である。チャネルインタフェース７０な
いし７１を、任意のカウントキーデータ形式に従うイン
タフェースとする構成も可能である。

【００１３】以下、カウントキーデータ形式をCKD形式
と呼び、固定長ブロック形式をFBA(Fixed Block Archit
ecture)形式と呼ぶ。CKD形式のレコードを、CKDレコー
ドと呼ぶ。

【００１４】ＣＰＵ１０は、ＵＮＩＸオペレーティング
システム４０によって制御される。ＣＰＵ１１は、日立
製作所のＶＯＳ３(Virtual-storage Operating System
3)オペレーティングシステム５０によって制御される。
ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０を、ＳＣＳＩイ
ンタフェースをサポートする任意のオペレーティングシ
ステムとした構成も可能である。ＶＯＳ３オペレーティ
ングシステム５０を、チャネルインタフェースをサポー
トする任意のオペレーティングシステムとした構成も可
能である。

【００１５】ＣＰＵ１０とＣＰＵ１１では、アプリケー
ションプログラム２０と２１がそれぞれ動作する。アプ
リケーションプログラム２０と２１は、プログラミング
言語ＣＯＢＯＬで記述され、ディスクサブシステム８０
にある、ＶＳＡＭ ＥＳＤＳ（Virtual Storage Access
Method Entry-Sequenced Data Set）をアクセスする。
ＶＳＡＭ ＥＳＤＳを、CKD形式で格納されたデータを
アクセスする、任意のアクセス法の任意のデータセット
あるいは任意のファイルとする構成も可能である。ＶＯ
Ｓ３オペレーティングシステム５０は、VSAM５５を含
む。VSAM５５は、ディスクサブシステム８０に格納され
たデータを、ＶＳＡＭデータセットのレコードとして、
アプリケーションプログラム２１からアクセス可能とす
る。

【００１６】図２は、ＵＮＩＸオペレーティングシステ
ム４０の要部構成図である。

【００１７】ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０
は、ファイル管理機能１５０およびSCSIデバイスドライ
バ１５５を含む。メモリ管理機能やプロセス管理機能な
ど、本発明の実施の形態に関連のうすいものは省略して
ある。SCSIデバイスドライバ１５５は、SCSIインタフェ
ース６０を制御し、ディスクサブシステム８０および１
８０をアクセスする。ディスクサブシステム８０および
１８０は、SCSIバス６５によりSCSIインタフェース６０
に接続する。ディスクサブシステム８０は、VSAMデータ
セットを、ディスクサブシステム１８０はFFS(Berkeley
Fast File System)のファイルを格納する。FFSは、Ｕ
ＮＩＸオペレーティングシステム４０のファイル管理機
能１５０によって標準的にサポートされるファイルシス
テムの形式である。一方、ＵＮＩＸオペレーティングシ
ステム４０のファイル管理機能１５０は、ＶＳＡＭデー
タセットのアクセスをサポートしていないものとする。

【００１８】lsコマンド１６０は、指定したディレクト
リに存在するファイルの一覧を表示するコマンドであ
る。ディスクサブシステム１８０に含まれるFFSのある
ディレクトリを指定して発行された、ls コマンド１６
０のディスクアクセス要求は、ファイル管理機能１５０
およびSCSIデバイスドライバ１５５によって処理され
て、ディスクサブシステム１８０をアクセスする。

【００１９】一方、CKDレコードアクセスライブラリ３
５のディスクアクセス要求は、ファイル管理機能１５０
を経由せずに、SCSIデバイスドライバ１５５だけによっ
て処理され、ディスクサブシステム８０をアクセスす
る。この場合、ディスクサブシステム８０に格納される
各VSAMデータセットの属性情報や、物理的な格納位置情
報等は、ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０からCK
Dレコードアクセスライブラリ３５へは提供されない。C
KDレコードアクセスライブラリ３５には、ディスク制御
装置８０全体が１つのファイルに見えるだけである。こ
のようなアクセス方法を、ローIOと呼ぶ。

【００２０】ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０
は、ファイル名により、前記２つのディスクアクセス要
求を区別する。アクセスするファイル名として、キャラ
クタ特殊ファイル名を指定すると、ローIOによるアクセ
スがされ、それ以外の通常ファイル名を指定すると、フ
ァイル管理機能１５０を経由するアクセスとなる。キャ
ラクタ特殊ファイル名の例として、/dev/rsd1c があ
る。

【００２１】図１に戻って、ＣＰＵ１０には、ＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０と、CKDレコードアクセスライ
ブラリ３５がある。CKDレコードアクセスライブラリ３
５は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０が発行する、CK
Dレコードアクセス要求を、FBA形式のアクセス要求に変
換して、ＵＮＩＸオペレーティングシステム４０に与
え、その結果をCKD形式に変換してＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０に返す。ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
は、ディスクサブシステム８０に格納された、ＶＳＡＭ
を制御するためのデータ構造を参照して、ディスクサブ
システム８０に格納されたデータを、ＶＳＡＭデータセ
ットのレコードとして、アプリケーションプログラム２
０からアクセス可能とする。

【００２２】なお、ＵＮＩＸオペレーティングシステム
４０のファイル管理機能１５０が、ＶＳＡＭデータセッ
トのアクセスをサポートする構成も可能である。この場
合、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０およびCKDレコー
ドアクセスライブラリ３５はＵＮＩＸオペレーティング
システムの一部分として実装される。

【００２３】ディスクサブシステム８０は、バッファ９
０とＣＫＤディスク装置１００を有する。ＣＫＤディス
ク装置１００には、CKDレコード１１０が格納されてい
る。ディスクサブシステム８０は、チャネルインタフェ
ース７１を経由して、CKD形式にしたがった、シリンダ
ー番号、ヘッド番号、そしてレコード番号を指定したレ
コードのアクセスを提供する。以下、シリンダー番号、
ヘッド番号、そしてレコード番号で表されるレコードア
ドレスを、CCHHRと呼ぶ。シリンダー番号、ヘッド番号
で表されるトラックアドレスを、CCHHと呼ぶ。

【００２４】さらに、ディスクサブシステム８０は、Ｃ
ＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ａ４０００を
使って、SCSIインタフェース６１を経由して、FBA形式
に従ったアクセスも提供する。ＣＫＤーＦＢＡレコード
形式変換Ｒ／Ｗ処理Ａ４０００は、SCSIインタフェース
６１を経由してＦＢＡレコードを受け取り、レコードの
格納されるＣＣＨＨＲを計算し、レコード形式を、ＦＢ
Ａから、ＣＫＤに変換し、そしてＣＫＤレコードを格納
する。逆の処理、つまりレコードの読み出しも同様に動
作する。

【００２５】ＦＢＡレコードのブロック長は５１２バイ
トとし、シリンダー０、ヘッド０、そしてレコード１を
第０のＬＢＡ（Logical Block Address）をもつものと
する。ディスクサブシステム８０に格納されるCKDレコ
ードの、FBA形式に従ったアドレス付けや、アクセスの
仕方については後述する。

【００２６】ＣＫＤディスク装置１００に格納されたデ
ータは、当該データが格納されているシリンダー番号、
ヘッド番号、そしてトラック先頭からのバイト位置によ
って識別される。データのＣＫＤディスク装置１００で
のシリンダー番号、ヘッド番号は、当該データが、CPU
１１からチャネルインタフェース７１を経由してアクセ
スされるときに指定されるシリンダー番号、ヘッド番号
と同じであるとする。これが異なる構成も可能である。
ＣＫＤディスク装置１００に格納されたデータが、LBA
で識別される構成も可能である。その場合、CPU１１か
らチャネルインタフェース７１を経由してアクセスされ
るときに指定されるシリンダー番号、ヘッド番号そして
レコード番号と、LBAを互いに変換する手段が必要にな
る。この構成は、第２の発明の実施の形態として後述す
る。

【００２７】ＣＫＤディスク装置１００が複数ある構成
も可能である。

【００２８】ＣＫＤディスク装置１００は、１つのトラ
ックあたり最大６４キロバイトのデータを格納すること
ができるものとし、以下これをトラック容量と呼ぶ。バ
ッファ９０は、トラック容量だけの大きさを持つ。トラ
ック容量に、ヘッド数をかけたものを、シリンダー容量
と呼ぶ。

【００２９】図３は、アプリケーションプログラム２０
の処理のフローチャートである。

【００３０】アプリケーションプログラム２０は、COBO
Lで記述され、ディスクサブシステム８０に格納され
る、VSAM ESDSを１つオープンして、データセットの最
初のレコードを１つ読み、それをコンソールに表示し、
データセットをクローズして終わるというものである。

【００３１】ステップ１１００で、データセットのオー
プンを行う。COBOLでの記述形式は、OPEN INPUT データ
セット名であり、指定したデータセットを読み込み専用
でオープンすることを示す。これによりＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０が呼ばれる。そこで行なわれる処理
を、図４に示す。これについては後述する。

【００３２】ステップ１１１０で、VSAMレコードの読み
込みを行う。COBOLでの記述形式は、READ データセット
名 RECORD INTO 一意名であり、指定したデータセット
からVSAMレコードを１つ読んで、一意名で示されるアプ
リケーションプログラム２０の変数にいれることを示
す。これによりＶＳＡＭアクセスライブラリ３０が呼ば
れる。そこで行なわれる処理を、図５に示す。これにつ
いては後述する。

【００３３】ステップ１１２０で、前記ステップ１１１
０で読み込んだVSAMレコードを、コンソールに表示す
る。

【００３４】ステップ１１３０で、データセットのクロ
ーズを行なう。これによりＶＳＡＭアクセスライブラリ
３０が呼ばれる。そこで行なわれる処理を、図６に示
す。これについては後述する。

【００３５】以上でアプリケーションプログラム２０の
処理を終わる。

【００３６】図４は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのオープン処理１１００のフローチ
ャートである。

【００３７】ステップ５００で、UNIXオペレーティング
システム４０の、ローIO機能をオープンする。正確に言
うと、ディスクサブシステム８０に対応したキャラクタ
特殊ファイルをオープンする。本発明の実施の形態で
は、すべてのVSAM ESDSは、ディスク制御装置８０に存
在するものとする。CPU１０に複数のディスク装置が接
続される構成も可能である。その場合は、指定されたデ
ータセット名から、それがどのディスク装置に存在する
かを判断する手段が必要である。

【００３８】ステップ５１０で、ＶＳＡＭアクセスライ
ブラリ３０は、CKDレコードアクセスライブラリ３５の
機能を使用して、ディスクサブシステム８０から、標準
ボリュームラベルを読み込む。

【００３９】標準ボリュームラベルは、ディスク装置の
特定の場所に書かれており、VTOC(Volume Table of Con
tent)のアドレスを有する。標準ボリュームラベルの読
み込みは、前記特定のCCHHRを指定して、図７に示すCKD
レコード読み込み処理を呼ぶことで行う。CKDレコード
読み込み処理については後述する。ＶＯＳ３オペレーテ
ィングシステム５０は、ディスク装置ごとに１つVTOCを
作成する。VTOCは、そのディスク装置に含まれるすべて
のデータセットの管理情報を有する。

【００４０】ステップ５１０で、標準ボリュームラベル
のデータ部から、VTOCのCCHHRを得る。

【００４１】VTOCは、キー部４４バイト、データ部９６
バイトのレコードの集まりである。各レコードを、DSCB
(Dataset Control Block)と呼ぶ。DSCBには、いろいろ
な形式がある。 形式１DSCBは、キー部がデータセット
名で、データ部はそのデータセットの属性や、割り当て
られている物理的な格納位置の情報を有する。データセ
ットが割り当てられている物理的な格納領域を、エクス
テントと呼ぶ。エクステントは、それが占めるシリンダ
ー番号、トラック番号で識別される。

【００４２】ステップ５２０で、VTOCの最初のレコード
をCKDレコードアクセスライブラリ３５の機能を使用し
て、１つ読む。

【００４３】ステップ５３０で、これが形式１DSCBであ
り、かつキー部は指定されたデータセット名に等しいか
調べる。条件が成り立てば、ステップ５５０に進む。そ
うでなければ、ステップ５４０に進む。

【００４４】ステップ５５０では、これが目的とするデ
ータセットの形式１DSCBであるので、これをＶＳＡＭア
クセスライブラリ３０のローカルな変数にコピーして、
コール元に戻る。これで、VSAM ESDSのオープン処理が
終わる。

【００４５】ステップ５４０では、レコードアドレスを
進め、次のDSCBを読む準備をして、ステップ５２０に戻
る。

【００４６】図５は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのリード処理１１１０のフローチャ
ートである。

【００４７】VSAM ESDS に含まれるすべてのVSAMレコー
ドは、それらが作成された順で順序づけされている。Ｖ
ＳＡＭアクセスライブラリ３０は現在処理対象となるVS
AMレコード位置を常に記憶しており、以下、それをカレ
ントレコードと呼ぶ。カレントレコードは、データセッ
トがオープンされたときに、最初のVSAMレコードとされ
る。リードされると、カレントレコードは次のVSAMレコ
ードとなる。

【００４８】VSAMでは、ディスク装置との転送の単位
を、CI(Control Interval)と呼んでいる。CIは、VSAMレ
コードを含むほか、CI内の未使用スペースの管理情報な
どを有する。ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０は、VSAM
レコードを、それが含まれるCIのRBA(Relative Byte Ad
dress)と、CIの中でのVSAMレコードの通番で識別する。

【００４９】ステップ６００で、目的RBAを、カレント
レコードを含むCIのRBAとする。

【００５０】ステップ６１０で、目的RBAを含むエクス
テントを探す。これはつまり、データセット内のオフセ
ットから、そのオフセットを持つデータが実際に格納さ
れているCCHHRを求めることである。

【００５１】VSAM ESDSのオープンの直後のリード処理
を例に、以下説明する。このときカレントレコードはVS
AM ESDSの最初のCIに含まれ、そのCIのRBAは０であると
する。形式１DSCBは、エクステント情報の配列を持ち、
各エクステントごとに、そのエクステントの開始CCHH
と、終了CCHHを記録する。前記エクステント情報の配列
は、対応するRBAの昇順に並んでいる。今の例では、目
的RBAは０であるので、明らかに最初のエクステントの
最初のレコードに含まれる。この結果、目的とするCCHH
は形式１DSCBに記録された最初のエクステント情報の示
す開始CCHHであることがわかる。また、レコード０には
ユーザデータは格納できないため、Rは１であることが
わかる。

【００５２】ステップ６２０では、前記ステップ６１０
で求めたCCHHRを指定して、図７に示すCKDレコード読み
込み処理を呼ぶ。CIが、複数のCKDレコードからなる場
合には、その数だけCKDレコード読み込み処理を呼ぶ。

【００５３】ステップ６３０では、CI内の制御情報を参
照して、CIの中で目的とするVSAMレコードを探す。それ
は、カレントレコードの通番を持つものである。

【００５４】ステップ６４０で、アプリケーションプロ
グラム２０の変数である一意名に、VSAMレコードをコピ
ーする。

【００５５】ステップ６５０で、カレントレコードを、
次のVSAMレコードとする。

【００５６】以上で、VSAM ESDSのリード処理が終わ
る。

【００５７】図６は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０
が行う、VSAM ESDSのクローズ処理１１３０のフローチ
ャートである。

【００５８】ステップ１０００で、UNIXオペレーティン
グシステム４０の、ローIO機能をクローズする。正確に
言うと、ディスクサブシステム８０に対応したキャラク
タ特殊ファイルをクローズする。

【００５９】ステップ１０１０で、作業領域を解放す
る。

【００６０】以上で、VSAM ESDSのクローズ処理が終わ
る。

【００６１】図７は、CKDレコードアクセスライブラリ
３５が行なう、CKDレコード読み込み処理のフローチャ
ートである。CKDレコード読み込み処理は、ＶＳＡＭア
クセスライブラリ３０から呼ばれ、指定されたCCHHRを
持つレコードをディスク制御装置８０から読み、そのキ
ー部とデータ部を返す。

【００６２】ステップ４００では、指定されたCCHHRを
持つレコードを含むトラックの先頭に対応するLBAを計
算する。ただし、以下では、割算を示す／では、整数部
分のみを商とする。

【００６３】LBA＝（CC ＊シリンダー容量＋HH＊トラッ
ク容量）／ブロック長 ステップ４１０では、UNIXオペレーティングシステム４
０のローIO機能をつかって、前記LBAから、1トラック長
だけ、SCSIインタフェース６０を経由してディスクサブ
システム８０からデータを読む。ローIO機能を使う理由
は、UNIXオペレーティングシステム４０はＶＳＡＭデー
タセットのアクセスをサポートしていないために、UNIX
オペレーティングシステム４０のファイル管理機能を使
用することができないためである。

【００６４】ステップ４２０では、ステップ４３０で処
理するレコードアドレスを、トラックの先頭とする。

【００６５】ステップ４３０では、当該レコードのカウ
ント部に含まれる、レコードIDを調べて、当該レコード
が、指定されたCCHHRを持つものであるか調べる。指定
されたCCHHRを持てばステップ４４０へ進む。そうでな
ければ、ステップ４５０へ進む。

【００６６】ステップ４４０では、目的とするレコード
が見つかったので、そのキー部と、データ部をコール元
に返して処理を終了する。

【００６７】ステップ４５０では、レコードアドレス
に、現在のレコードのキー部とデータ部の長さを加え
て、つぎに処理するレコードアドレスとして、ステップ
４３０に戻る。レコードのキー部とデータ部の長さは、
そのレコードのカウント部に書いてある。

【００６８】以上、図７に示した処理では、CKDレコー
ド読み込み処理が１度呼ばれると必ず1トラックがディ
スクサブシステム８０から読まれる。最近アクセスした
トラックのデータをキャッシュしておいて、同じトラッ
クが要求されたらディスクサブシステム８０をアクセス
しないですます構成も可能である。

【００６９】図８は、ディスクサブシステム８０が行な
う、SCSI READ処理のフローチャートである。この処理
は、前記図７のCKDレコード読み込み処理のステップ４
１０でUNIXオペレーティングシステム４０のローIO機能
が使用された結果、ディスク制御装置８０のＣＫＤーＦ
ＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ａ４０００で行なわれ
るものである。

【００７０】ステップ２００では、ディスクサブシステ
ム８０のＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ａ
４０００は、CPU１０からＳＣＳＩインタフェース６１
を経由してＳＣＳＩのREADコマンドを受ける。

【００７１】ステップ２１０では、受領したCDB(Comman
d Descriptor Block)から、対象データのＬＢＡを得、
それをＣＫＤディスク装置１００のシリンダー番号とヘ
ッド番号に変換する。

【００７２】シリンダー番号＝(LBA ＊ブロック長) ／
シリンダー容量 ヘッド番号＝（(LBA ＊ブロック長) ％シリンダー容
量）／トラック容量 トラック先頭からのバイト位置＝（LBA ＊ブロック長)
％トラック容量 ％は、剰余を表す。即ち、整数ｍ、ｎに対して、ｎ％ｍ
はｎをｍで割った余りを示す。

【００７３】ステップ２２０では、指定されたシリンダ
ー番号とヘッド番号をもつトラックを、バッファ９０に
読む。このときにバッファ９０に読み込まれるトラック
の形式を、図９に示す。

【００７４】図９は、ＣＫＤディスク装置１００に格納
されるデータの、トラック上の配置を示したものであ
る。３０５から、３４５は、トラック上の実際の物理的
なデータの配置を示す。これに対して、３８０は、前記
図８のステップ２２０でバッファ９０に読み込まれるト
ラックの形式を示したものである。３９０、３９２そし
て３９４は、３８０に示すデータが、SCSIインタフェー
ス６１を経由して、CPU１０に転送されるときの形式を
示したものである。

【００７５】３０５は、ホームアドレスであり、トラッ
クの状態や、IDを示す。３１０はレコード０のカウント
部であり、３１５はレコード０のデータ部である。カウ
ント部は、各レコードの最初のフィールドであり、その
レコードの状態、位置、及び長さを示す。レコード０
は、トラックの最初のレコードであり、ユーザデータを
格納することはできない。３２０、３２５、そして３３
０はそれぞれ、レコード１のカウント部、キー部、デー
タ部である。３３５、３４０そして３４５はそれぞれ、
レコード２のカウント部、キー部、データ部である。以
下に続くレコードは、省略した。３０５から３４５の各
フィールドの間は、ギャップと呼ばれる領域で、定めら
れた長さを持ち、データが格納されない。

【００７６】３８０のトラック形式は、前記３０５から
３４５までのフィールドを連続して配置したものであ
る。３００は、最後の有効なレコードから、バッファの
終端までをうめるパディングデータであり、これについ
ては後述する。

【００７７】実際には、３０５から３４５までのフィー
ルドにそれぞれ存在するECC(ErrorCorrecting Code)な
どは３８０には含まれないが、図9では簡単のため、そ
の違いは表されていない。

【００７８】３９０、３９２そして３９４は、ディスク
サブシステム８０のブロック長である、５１２バイトの
長さを持つブロックである。３９０、３９２そして３９
４には、３８０に示すデータが連続して、順に格納され
る。CKDレコードの境界とブロックの境界とは、必ずし
も一致しない。

【００７９】図９に示すように、ＳＣＳＩインタフェー
ス６１からは、ECCや、ギャップは見えない。

【００８０】バッファ９０の長さである、トラック容量
は、トラックに格納されるユーザデータの最大値ではな
く、各レコードのカウント部や、ホームアドレス、それ
にレコード０の長さをも加えた最大値であるとする。

【００８１】図８に戻って、ステップ２３０では、バッ
ファ９０の、ステップ２１０で求めたトラック先頭から
のバイト位置で指定されるブロックから、ＳＣＳＩイン
タフェース６１を経由してCPU１０にデータを転送す
る。

【００８２】ステップ２４０では、トラックに格納され
ている実際のデータ長が、トラック容量より小さいかを
判断する。小さければ、ステップ２５０に進む。そうで
ない、すなわちトラック容量いっぱいのデータが格納さ
れていれば、リード処理を終わる。トラックに格納され
ている実際のデータ長とは、図９にしめしたホームアド
レスおよび各レコードのカウント部、キー部そしてデー
タ部の長さの総和をしめす。

【００８３】ステップ２５０では、現在転送中のブロッ
クの終端まで、０を転送する。これを以下、パディング
と呼ぶ。この処理が必要な理由を以下に示す。

【００８４】CKD形式では、トラックに格納できるデー
タの容量は、レコード長によって変わる。このため、一
般的にはトラックに実際に格納されているデータの容量
は、ブロック長、現在の場合５１２バイトの倍数になら
ない。ステップ２５０のパディングを行なわないなら
ば、このディスクをFBA形式で読んだときに、１つのブ
ロック内に異なるトラックのデータが混在することにな
る。これは、CPU１０のCKDレコードアクセスライブラリ
３５の処理を複雑にする。本発明の実施の形態では、ス
テップ２５０のパディングを行ない、トラックは必ずブ
ロック境界から始まることを保証するものとする。ステ
ップ２５０のパディングを行なわない構成も可能であ
る。パディングのために転送するデータとして、０以外
を使うことも可能である。

【００８５】以上、図８の処理においても、図７につい
て述べたように、トラックのキャッシュを行なう構成が
可能である。

【００８６】ー第２の発明の実施の形態ー 図１０は、本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【００８７】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のディスク
サブシステム８０のＣＫＤディスク装置１００を、FBA
形式でアクセスされるＦＢＡディスク装置１００’に変
更し、さらにＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処
理Ａ４０００を別のＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ
／Ｗ処理Ｂ４０１０にした構成である。

【００８８】ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処
理Ｂ４０１０は、チャネルインタフェース７１を経由し
てＣＫＤレコードを受け取り、レコードの格納されるＬ
ＢＡを計算し、ＣＫＤレコードをＦＢＡレコードとして
適当な長さに分割して、レコード形式を、ＣＫＤから、
ＦＢＡに変換し、そしてＦＢＡレコードを格納する。逆
の処理、つまりレコードの読み出しも同様に動作する。
ＳＣＳＩ Ｒ／Ｗ処理４０４０は、ＳＣＳＩインタフェ
ース６１を経由してＣＰＵ１０が行うリードとライトの
要求を処理する。

【００８９】ＦＢＡディスク装置１００’が複数ある構
成も可能であり、これを図１８に示す。図１８について
は、後述する。

【００９０】このＦＢＡディスク装置１００’は、ブロ
ック長を５１２バイトとし、LBAによるアクセスを提供
する。ＦＢＡディスク装置１００’は、ＦＢＡレコード
を格納し、ＣＫＤレコード１１０は、実際には、ＦＢＡ
レコード４０２０と４０３０として格納される。

【００９１】ディスク装置にCKDレコード１１０が格納
されることや、チャネルインタフェース７１を経由し
て、CKD形式にしたがったアクセスをCPU１１に提供する
ことは第１の発明の実施の形態と同じである。

【００９２】図１１は、ＦＢＡディスク装置１００’に
格納されるデータの配置を示したものである。３８０’
はバッファ９０に読み込まれるトラックの形式である。
３９０、３９２そして３９４は、３８０’に示すデータ
が、SCSIインタフェース６１を経由して、CPU１０に転
送されるときの形式を示したものである。３９０、３９
２そして３９４は図９と同じである。

【００９３】３８０’は、ホームアドレスや、レコード
０を含む。これは、ディスクサブシステム８０が、チャ
ネルインタフェース７１を経由してCKD形式にしたがっ
たアクセスを受けるために、CKD形式特有の、いわゆる
フォーマットライトコマンドを処理し、書き込まれたデ
ータを保持する必要があるためである。フォーマットラ
イトコマンドの例としては、WRITE HOME ADDRESS や、W
RITE COUNT, KEY, ANDDATAがある。

【００９４】図１２は、ＣＰＵ１０がディスクサブシス
テム８０にＳＣＳＩ ＲＥＡＤコマンドを発行したとき
に、ディスクサブシステム８０のＳＣＳＩ Ｒ／Ｗ 処理
４０４０が行なう、SCSI READ 処理のフローチャートで
ある。現在の例では、図１２の処理は、ＣＰＵ１０のＣ
ＫＤレコードアクセスライブラリ３５の要求にしたがっ
て実行される。ＦＢＡディスク装置１００’は、第１の
発明の実施の形態において、ＣＰＵ１０とディスクサブ
システム８０の間でやりとりされるデータと、同じ形式
のデータストリームを格納している。そのため、ＳＣＳ
Ｉ Ｒ／Ｗ 処理４０４０は単純に、ＳＣＳＩ ＲＥＡＤ
コマンドに指定されたＬＢＡに対応する、ＦＢＡディス
ク装置１００’の位置から、ブロックの転送を開始す
る。そして、ＳＣＳＩ ＲＥＡＤ コマンドに指定された
数のブロックが転送されたら、SCSIREAD 処理は終わ
る。

【００９５】図２２は、ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変
換Ｒ／Ｗ処理Ｂ４０１０がＣＰＵ１１からチャネルイン
タフェース７１を経由して１トラック分のデータを受け
取ったときに実行されるWRITE ＴＲＡＣＫ処理のフロー
チャートである。

【００９６】ステップ３０００で、ＣＫＤーＦＢＡレコ
ード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ｂ４０１０はＣＰＵ１１からチ
ャネルインタフェース７１を経由して１トラック分のデ
ータを受け取り、バッファ９０に置く。そして、データ
を、図１１のトラックフォーマット３８０’の形式に、
変換する。

【００９７】トラックフォーマット３８０’は、ホーム
アドレス、レコード０、レコード１とそれ以降のレコー
ド、さらに場合によりパディングデータを含む。トラッ
クフォーマット３８０’の長さはあらかじめ定められて
おり、ＳＣＳＩ仕様で定められるブロック長、今の場合
５１２バイト、の整数倍である。トラックフォーマット
３８０’は、トラックの最後のレコードの後ろに、パデ
ィングデータを含むことがある。トラックフォーマット
３８０’は、第１の発明の実施の形態において、ＣＫＤ
ーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ａ４０００がＣＫ
Ｄディスク装置１００からバッファ９０に１トラック分
のデータを読むときのフォーマットと同じである。

【００９８】ステップ３０１０で、ＣＫＤーＦＢＡレコ
ード形式変換Ｒ／Ｗ処理Ｂ４０１０はバッファ９０上の
トラックフォーマット３８０’をもつデータを、５１２
バイトのブロックに分割し、各ブロックを、ＦＢＡディ
スク装置１００’に格納する。現在のステップで生成さ
れるデータストリームの形式は、第１の発明の実施の形
態において、ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処
理Ａ４０００がＣＰＵ１０とディスクサブシステム８０
の間で、ＳＣＳＩインタフェース６１を経由してデータ
をやりとりするときに生成されるデータストリームの形
式に等しい。

【００９９】図１８は、本発明の第２の発明の実施の形
態の計算機システムのＦＢＡディスク装置１００’を、
その約半分の容量を持つＣＫＤディスク装置１００”お
よびディスク装置２５００で置き換えた計算機システム
の要部構成図である。各ディスク装置へのデータの分配
は、トラック単位で行なわれ、偶数トラック番号のもの
はディスク装置２５００に、奇数トラック番号のものは
ＣＫＤディスク装置１００”に格納されるものとする。

【０１００】ー第３の発明の実施の形態ー 図１３は、本発明の第３の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【０１０１】本発明の第３の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のCKDレコ
ードアクセスライブラリ３５を、少し異なる機能を持つ
CKDレコードアクセスライブラリ３５”に置き換えた構
成である。さらに、ＣＫＤ−ＦＢＡレコード形式変換Ｒ
／ＷプロセスＡ’４０３０は、第１の発明の実施の形態
のＣＫＤ−ＦＢＡレコード形式変換Ｒ／ＷプロセスＡ４
０００と少し異なる。

【０１０２】本発明の実施の形態と第１の発明の実施の
形態の主な違いを以下に簡単に述べる。

【０１０３】第１の発明の実施の形態では、CKDレコー
ドからカウント部を取り除くのはCPU１０のCKDレコード
アクセスライブラリ３５であったが、本発明の実施の形
態ではディスクサブシステム８０がこれを行なう。

【０１０４】これにともない、第１の発明の実施の形態
では、CKDレコードアクセスライブラリ３５はディスク
サブシステム８０からトラック単位でデータを読み込ん
だが、本発明の実施の形態ではブロック単位でデータを
読み込む。そして、本発明の実施の形態ではSCSIインタ
フェース６０を経由してCKDレコードアクセスライブラ
リ３５が受け取るデータにはカウント部がついていない
ので、これだけではレコード境界が決まらない。しかし
これはVSAM をアクセスするうえでは問題にならない。
この理由を、以下に説明する。

【０１０５】VSAMでは、ディスク装置に格納される物理
的なレコードは、VSAMのユーザであるアプリケーション
プログラムが扱うVSAMレコードとは対応しない。ディス
ク装置への格納すなわちCKDレコードの割当は、CIごと
に行なわれる。CIを格納する各CKDレコードは、キー部
を持たず、データ部の長さは同じVSAMデータセットに属
するCKDレコードであればすべて等しく、VSAMにより１
０２４バイトなど、適当な長さに決められる。ディスク
サブシステム８０は、図８のステップ２５０のパディン
グ処理をおこなうことで、CKD形式で格納されたデータ
をFBA形式でアクセスするときに、CKD形式でのトラック
境界がFBA形式でのブロック境界をまたがらないことを
保証する。このため、トラック先頭のLBAが与えられれ
ば、目的とするレコードの位置は、レコード番号とレコ
ード長から容易に求めることができる。

【０１０６】さらに、CKDレコードアクセスライブラリ
３５が受け取るデータにカウント部がついていないこと
は、VTOCをアクセスするうえでも問題にならない。VTOC
は、キー部４４バイト、データ部９６バイトのレコード
の集まりである。このため、上記VSAMの場合と同様に、
レコード位置を求めるのは容易である。

【０１０７】即ち、CKDレコードアクセスライブラリ３
５は、その上位プログラム、今の場合ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０から、現在処理対象としているトラック
に、どんな形式のレコードが格納されているかを教わる
ことで、レコード境界を見つけることが可能である。こ
のためカウント部は必要ない。

【０１０８】ただし、VSAM以外のアクセス法には、任意
長のCKDレコードを扱うものもあるため、本発明の実施
の形態の方式は適用できないものがある。

【０１０９】図１４は、ＣＫＤディスク装置１００に格
納されるデータの、トラック上の配置を示したものであ
る。３０５から３４５は、図９と同じであり、トラック
上の実際の物理的なデータの配置を示す。３８０”は、
バッファ９０に読み込まれるトラックの形式を示したも
のである。３９０”と３９２”は、３８０”に示すデー
タが、SCSIインタフェース６１を経由して、CPU１０に
転送されるときの形式を示したものである。

【０１１０】３８０”のトラック形式は、前記３０５か
ら３４５までのフィールドのうち、レコード１以下の、
キー部とデータ部だけを集めたものである。

【０１１１】図１５は、CKDレコードアクセスライブラ
リ３５”が行なう、CKDレコード読み込み処理のフロー
チャートである。

【０１１２】ステップ２２００では、指定されたCCHHR
を持つレコードを含むブロックのLBAを計算する。Ｒ
は、目的レコ−ドのレコ−ド番号である。

【０１１３】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量＋HH＊トラ
ック容量）／ブロック長＋（（Rー１）＊レコード長）
／ブロック長 最初の項が、目的レコードを含むトラックの先頭アドレ
スであり、２番目の項がトラック上のオフセットであ
る。

【０１１４】さらに、ブロック内での、目的レコードの
開始オフセットは、 ブロック内オフセット＝（（Rー１）＊レコード長）％
ブロック長 である。

【０１１５】ステップ２２１０では、UNIXオペレーティ
ングシステム４０のローIO機能をつかって、前記LBAか
ら、（（レコード長 ＋（ブロック長ー１））／ブロッ
ク長）ブロックだけ、あるいは、レコードがブロックを
またがる場合にはさらに１ブロック余分に、SCSIインタ
フェース６０を経由してディスクサブシステム８０から
データを読む。

【０１１６】ステップ２２２０では、読み込んだデータ
のアドレス＋ブロック内オフセットをキー部として、そ
してキー部の終了アドレスをデータ部としてコール元に
返して処理を終了する。

【０１１７】図１４で、CKDレコード読み込み処理を例
を使って説明する。

【０１１８】CKDレコードアクセスライブラリ３５”
は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０から、VTOCのレコ
ード４を読む要求を受けたとする。VTOCは、トラック先
頭のレコード１から開始するとする。ブロック長は５１
２バイト、レコード長はキー部が４４バイト、データ部
が９６バイト、合計１４０バイトである。

【０１１９】LBA ＝（CC ＊シリンダー容量＋HH＊トラ
ック容量）／５１２＋（（４ー１）＊１４０）／５１２ であり、ブロック内オフセット＝（（４ー１）＊１４
０）％５１２＝４２０である。

【０１２０】ステップ２２１０では、（１４０＋（５１
２ー１））／５１２＋１＝２ブロックが読み込まれる。

【０１２１】ステップ２２２０では、読んだデータの先
頭から４２０バイト目のアドレスがキー部として、４６
４バイト目のアドレスがデータ部として、ＶＳＡＭアク
セスライブラリ３０に返る。

【０１２２】図２３は、ＣＰＵ１０がディスクサブシス
テム８０にＳＣＳＩ ＲＥＡＤコマンドを発行したとき
に、ディスクサブシステム８０のＣＫＤ−ＦＢＡレコー
ド形式変換Ｒ／ＷプロセスＡ’４０３０によって実行さ
れる、ＳＣＳＩ ＲＥＡＤ 処理のフローチャートであ
る。ＣＫＤ−ＦＢＡレコード形式変換Ｒ／ＷプロセスＡ
４０００の行うＳＣＳＩ ＲＥＡＤ処理のフローチャー
トとの違いは、ステップ３１００で、ＣＫＤ−ＦＢＡレ
コード形式変換Ｒ／ＷプロセスＡ’４０３０はバッファ
９０に読まれたＣＫＤレコードから、キー部とデータ部
を抜き出し、これらだけを、ＳＣＳＩインタフェース６
１を経由してＣＰＵ１０に転送することである。ＳＣＳ
Ｉ ＲＥＡＤ 処理のそのほかのステップは、発明の第１
の発明の実施の形態と同じであるので、説明は省略す
る。

【０１２３】ー第４の発明の実施の形態ー 図１６は、本発明の第４の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【０１２４】本発明の第４の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０を、少し異なる機能を持つＶＳ
ＡＭアクセスライブラリ３０’’’に置き換え、さらに
CPU１１にVTOCユティリティ２３００を加えた構成であ
る。

【０１２５】本発明の実施の形態と第１の発明の実施の
形態の主な違いを以下に簡単に述べる。

【０１２６】第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０は、図４に示したVSAM OPEN処理にお
いて、指定されたデータセット名称の形式１DSCBを探す
ために、標準ボリュームラベルとVTOCを読んだ。本発明
の実施の形態のＶＳＡＭアクセスライブラリ３０’’’
は、そのためにVTOCユティリティ２３００が求めたデー
タを使い、ディスクサブシステム８０のアクセスはしな
い。

【０１２７】VTOCユティリティ２３００は、VOS3オペレ
ーティングシステム５０上で動作し、ディスクサブシス
テム８０をアクセスして目的データセットの形式１DSCB
を求める。VOS3オペレーティングシステム５０にはこれ
を行なうマクロが提供されており、それをOBTAIN(SEARC
H)マクロと言う。 VTOCユティリティ２３００は、OBTAI
N(SEARCH)マクロを、目的とするデータセット名称を指
定して発行する。VOS3オペレーティングシステム５０は
VTOCをアクセスして、結果である形式１DSCBをVTOCユテ
ィリティ２３００に返す。

【０１２８】VOS3オペレーティングシステム５０はVTOC
をアクセスするときに、VTOC索引を使用したり、指定し
たキー部を持つレコードをサーチするCCW(Channel Comm
andWord)を使用したりするために、一般的にその処理は
第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭアクセスライブラリ
３０の行なう、図４に示したVSAM OPEN処理のステップ
５０５からステップ５４０に比べると高速である。

【０１２９】図１７は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０’’’が行う、VSAM ESDSのオープン処理のフローチ
ャートである。

【０１３０】ステップ５００で、UNIXオペレーティング
システム４０の、ローIO機能をオープンする。

【０１３１】ステップ２４００では、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０’’’はVTOCユティリティ２３００より
形式１DSCBを得る。具体的には、プログラム間通信を用
いてVTOCユティリティ２３００を呼び出して結果を返送
させてもいいし、あらかじめVTOCユティリティ２３００
を実行させておき、その結果を人間がコンソールから入
力してもよい。

【０１３２】ステップ５５０では、形式１DSCBをＶＳＡ
Ｍアクセスライブラリ３０のローカルな変数にコピーし
て、コール元に戻る。これで、VSAM ESDSのオープン処
理が終わる。

【０１３３】ー第５の発明の実施の形態ー 図１９は、本発明の第５の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【０１３４】本発明の第５の発明の実施の形態の計算機
システムの構成は、第１の発明の実施の形態のＶＳＡＭ
アクセスライブラリ３０を、少し異なる機能を持つＶＳ
ＡＭアクセスライブラリ３０””に置き換え、さらにCP
U１１にロックユティリティ２６００を加えた構成であ
る。

【０１３５】本発明の実施の形態は、第１の発明の実施
の形態が有する、以下の課題を解決するための機構を有
する。

【０１３６】VOS3オペレーティングシステム５０はカウ
ントキーデータ形式に従うインタフェースでデータをア
クセスし、当該データを管理し、UNIXオペレーティング
システム４０は固定長ブロック形式に従うインタフェー
スでデータをアクセスし、当該データを管理する。両オ
ペレーティングシステムは、ＣＫＤディスク装置１００
にある各データセットが使用中かどうかという情報を、
それぞれのオペレーティングシステムの管理するメモリ
に持つ。このため、お互いがどのデータセットを使用し
ているかはわからない。このため、UNIXオペレーティン
グシステム４０上で動作するアプリケーションプログラ
ム２０が現在参照しているデータセットを、VOS3オペレ
ーティングシステム５０上で動作するアプリケーション
プログラム２１が削除してしまうといった不具合を防ぐ
ことができない。このような不具合は、アプリケーショ
ンプログラムあるいはオペレーティングシステムの動作
不良あるいはデータセットの破壊をひきおこすおそれが
あるために、避けなければいけない。このために、本発
明の実施の形態はロックユティリティ２６００を有す
る。

【０１３７】ロックユティリティ２６００は、VOS3オペ
レーティングシステム５０上で動作するプログラムであ
る。ロックユティリティ２６００は、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０””の要求に従って、ＶＳＡＭアクセス
ライブラリ３０””がアクセスしようとするデータセッ
トの使用を、 VOS3オペレーティングシステム５０に要
求する。しかしロックユティリティ２６００は自分では
使用を要求したデータセットへのアクセスは行わない。
データセットへのアクセスはＳＣＳＩインタフェースを
経由してUNIXオペレーティングシステム４０が行う。VO
S3オペレーティングシステム５０には必要に応じてデー
タセットの使用の要求を行なうマクロが提供されてお
り、それをDYNALLOCマクロと言う。ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””は、データセットをアクセスしようと
するときには、そのデータセット名称を指定してロック
ユティリティ２６００を呼ぶ。ロックユティリティ２６
００は、DYNALLOCマクロを、目的とするデータセット名
称を指定して発行する。これにより、UNIXオペレーティ
ングシステム４０がアクセスしようとするデータセット
は、VOS3オペレーティングシステム５０にとっても使用
中とみなされるため、前述のアクセスの競合による不具
合を防ぐことができる。

【０１３８】図２０は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””が行う、VSAM ESDSのオープン処理のフローチャ
ートである。

【０１３９】ステップ２７００で、ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””はオープンしようとするデータセット
名称を指定して、ロックユティリティ２６００を呼ぶ。
具体的には、プログラム間通信を用いてロックユティリ
ティ２６００を呼び出すなどの方法がある。ロックユテ
ィリティ２６００はVOS3オペレーティングシステム５０
にDYNALLOCマクロを発行し、データセットの使用を要求
する。これにより、当該データセットは、VOS3オペレー
ティングシステム５０で動作するアプリケーションプロ
グラムからアクセスができなくなる。

【０１４０】以下の処理は図４と同じなので、説明は省
略する。

【０１４１】図２１は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””が行う、VSAM ESDSのクローズ処理のフローチャ
ートである。

【０１４２】ステップ２８００で、ＶＳＡＭアクセスラ
イブラリ３０””はクローズしようとするデータセット
名称を指定して、ロックユティリティ２６００を呼ぶ。
ロックユティリティ２６００はVOS3オペレーティングシ
ステム５０にDYNALLOCマクロを発行し、データセットの
使用の終了を伝える。これにより、当該データセット
は、VOS3オペレーティングシステム５０で動作するアプ
リケーションプログラムからアクセスできるようにな
る。

【０１４３】以下の処理は図６と同じなので、説明は省
略する。

【０１４４】本発明の実施の形態では、ＶＳＡＭアクセ
スライブラリ３０””がオープンしたデータセットは、
VOS3オペレーティングシステム５０で動作するアプリケ
ーションプログラムからはいっさいアクセスできなくな
る。これを、例えばデータセットの読みだしは許可し、
更新は許可しないようにすることもできる。そのために
は、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３０””からロックユ
ティリティ２６００に、データセット名称の他に当該デ
ータセットの共用モードを与え、ロックユティリティ２
６００がその共用モードに従ってDYNALLOCマクロを発行
するようにすればよい。

【０１４５】また、ＶＳＡＭアクセスライブラリ３
０””はロックユティリティ２６００を使用して、UNIX
オペレーティングシステム４０上で動作するアプリケー
ションプログラム２０の要求にしたがって、ＣＫＤディ
スク装置１００にVOS3オペレーティングシステム５０の
管理するデータセットを新規に作成することができる。
同様に、データセットを削除したり、既存のデータセッ
トの大きさを拡張、縮小することもできる。

【０１４６】

【発明の効果】本発明の計算機システムによれば、メイ
ンフレームと、オープンシステムとの間で、データが共
用できる。これにより、より柔軟で、安価かつ高性能な
計算機システムを構成することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の発明の実施の形態の計算機シス
テムの要部構成図である。

【図２】本発明の第１の発明の実施の形態のUNIXオペレ
ーティングシステムの要部構成図である。

【図３】本発明の第１の発明の実施の形態のアプリケー
ションプログラムの処理の手順を示すフローチャートで
ある。

【図４】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM OPEN
処理の手順を示すフローチャートである。

【図５】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM READ
処理の手順を示すフローチャートである。

【図６】本発明の第１の発明の実施の形態のVSAM CLOSE
処理の手順を示すフローチャートである。

【図７】本発明の第１の発明の実施の形態のCKDレコー
ド読み込み処理の手順を示すフローチャートである。

【図８】本発明の第１の発明の実施の形態のSCSI READ
処理の手順を示すフローチャートである。

【図９】本発明の第１の発明の実施の形態のトラック形
式のデータ構造図である。

【図１０】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１１】本発明の第２の発明の実施の形態のトラック
形式のデータ構造図である。

【図１２】本発明の第２の発明の実施の形態のSCSI REA
D処理の手順を示すフローチャートである。

【図１３】本発明の第３の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１４】本発明の第３の発明の実施の形態のトラック
形式のデータ構造図である。

【図１５】本発明の第３の発明の実施の形態のCKDレコ
ード読み込み処理の手順を示すフローチャートである。

【図１６】本発明の第４の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１７】本発明の第４の発明の実施の形態のVSAM OPE
N処理の手順を示すフローチャートである。

【図１８】本発明の第２の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図１９】本発明の第５の発明の実施の形態の計算機シ
ステムの要部構成図である。

【図２０】本発明の第５の発明の実施の形態のVSAM OPE
N処理の手順を示すフローチャートである。

【図２１】本発明の第５の発明の実施の形態のVSAM CLO
SE処理の手順を示すフローチャートである。

【図２２】本発明の第２の発明の実施の形態のWRITE TR
ACK 処理の手順を示すフローチャートである。

【図２３】本発明の第３の発明の実施の形態のSCSI REA
D 処理の手順を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１０、１１： CPU、 ２０、２１： アプリケーションプログラム、 ３０、３０’’’、３０””：VSAMアクセスライブラ
リ、 ３５、３５”：CKDレコードアクセスライブラリ、 ４０： UNIXオペレーティングシステム、 ５０： VOS３オペレーティングシステム、 ６０、６１：SCSIインタフェース、 ７０、７１：チャネルインタフェース、 ８０：ディスクサブシステム、 ９０：バッファ、 １００、１００””：ＣＫＤディスク装置、 １００’：ＦＢＡディスク装置、 ４０００：ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理
Ａ、 ４０１０：ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理
Ｂ、 ４０３０：ＣＫＤーＦＢＡレコード形式変換Ｒ／Ｗ処理
Ａ’、 ４０４０：ＳＣＳＩ Ｒ／Ｗ処理

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 吉田 稔 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所ストレージシステム事業部内

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
   ースと固定長ブロック形式に従うインタフェースとを有
   する記憶装置を含む計算機システムにおいて、シリンダ
   ー番号、ヘッド番号そしてレコード番号で指定されるカ
   ウントキーデータ形式のレコードアドレスと、論理ブロ
   ックアドレスで指定される固定長ブロック形式のアドレ
   スとを互いに変換する手段と、カウントキーデータ形式
   で記憶装置に格納されているレコードを固定長ブロック
   形式に従うインタフェースでアクセスさせる手段と、前
   記レコードから、ユーザデータだけを取り出す手段と、
   前記レコードのユーザデータをあらかじめ定められた形
   式にしたがって解釈し、利用する手段とを有することを
   特徴とする計算機システム。
2. 【請求項２】ディスクアクセスをアクセスするディスク
   装置のカウントキーデータ形式にしたがって行う第１の
   計算機と、ディスクアクセスを固定長ブロック形式にし
   たがって行う第２の計算機と、前記第１及び第２の計算
   機に接続するディスクサブシステムとを含んで構成され
   る計算機システムであって、前記ディスクサブシステム
   は、前記第１の計算機と接続し、カウントキーデータ形
   式に従う第１のインタフェースと、前記第２の計算機と
   接続し、固定長ブロック形式に従う第２のインタフェー
   スと、前記第１及び第２の計算機からアクセスされるデ
   ータをカウントキーデータ形式で格納するディスク装置
   と、前記第２のインタフェースから受けた固定長ブロッ
   ク形式のアドレスに基づき前記ディスク装置からデータ
   を読み出し、該読み出したデータを前記第２のインタフ
   ェースを介して固定長形式のブロック単位で前記第２の
   計算機に転送する手段を有し、前記第２の計算機は、ア
   プリケーションプログラムから発行されるカウントキー
   データ形式に従ったディスクアクセス要求を受け付け、
   カウントキーデータ形式のアドレスを前記固定長ブロッ
   ク形式のアドレスに変換する手段と、変換された固定長
   ブロック形式のアドレスを用いて前記ディスクサブシス
   テムへアクセスする手段と、前記ディスクサブシステム
   から転送されたブロック単位のデータからアクセス要求
   で指定されたレコードのデータを抽出する手段を有する
   ことを特徴とする計算機システム。
3. 【請求項３】前記転送手段は、前記固定長形式のアドレ
   スを基づき前記アクセス要求で指定されるレコードを格
   納した領域のシリンダ番号、ヘッド番号を算出して前記
   指定レコードを含むトラックのデータを前記ディスク装
   置から読み出し、前記固定長形式のアドレスにより定ま
   る前記トラック内でのブロックの先頭位置を判定し、前
   記トラック内の前記先頭位置以降にあるデータを前記固
   定長形式に従ったブロック単位で前記第２の計算機に転
   送することを特徴とする請求項２記載の計算機システ
   ム。
4. 【請求項４】前記転送手段は、転送中のデータブロック
   の途中で前記トラックのデータ転送を終了した場合、該
   転送中のデータブロックの終端まで予め定められたデー
   タを転送することを特徴とする請求項３記載の計算機シ
   ステム。
5. 【請求項５】前記ディスク装置は、固定長の記憶領域を
   有し、前記カウントキーデータ形式のデータを前記固定
   長の記憶領域の大きさに分割して格納しており、前記転
   送手段は、前記固定長形式のアドレスに基づき、転送す
   べきデータを格納した前記ディスク装置の記憶領域を判
   定してデータの読み出しを行うことを特徴とする請求項
   ２記載の計算機システム。
6. 【請求項６】前記転送手段は、前記固定長形式のアドレ
   スに基づいて、前記カウントキーデータ形式のデータを
   アクセスするためのシリンダ番号、ヘッド番号、及びレ
   コード番号を算出し、算出したシリンダ番号、ヘッド番
   号、及びレコード番号から転送すべきデータを格納した
   記憶領域のアドレスを算出することを特徴とする請求項
   ５記載の計算機システム。
7. 【請求項７】カウントキーデータ形式に従うインタフェ
   ースと、固定長ブロック形式に従うインタフェースの両
   方を有する記憶装置を含む計算機システムにおいて、 シリンダー番号、ヘッド番号そしてレコード番号で指定
   されるカウントキーデータ形式のレコードアドレスと、
   ＬＢＡ（Logical Block Address）で指定される固定長
   ブロック形式のアドレスとを互いに変換する手段と、 カウントキーデータ形式で記憶装置に格納されているレ
   コードを固定長ブロック形式に従うインタフェースでア
   クセスさせる手段と、 前記レコードから、ユーザデータだけを取り出す手段
   と、 前記レコードのユーザデータを、あらかじめ定められた
   形式にしたがって解釈し、利用する手段とを有すること
   を特徴とする計算機システム。
8. 【請求項８】請求項７記載の計算機システムであって、 カウントキーデータ形式に従うインタフェースでデータ
   をアクセスし、当該データを管理する第１の管理手段
   と、 固定長ブロック形式に従うインタフェースでデータをア
   クセスし、当該データを管理する第２の管理手段と、 前記第１及び第２の管理手段のいずれかがあるデータを
   使用している場合、もう片方の手段にとっても当該デー
   タが使用中であると、もう片方の手段をして知らしめる
   手段とを有することを特徴とする計算機システム。