JPS605011B2

JPS605011B2 - オペレ−シヨン・スタ−ト防止装置

Info

Publication number: JPS605011B2
Application number: JP56194616A
Authority: JP
Inventors: ポ−ル・ジヨセフ・ブラウン; ロバ−ト・ジエ−ムズ・デユガン; リチヤ−ド・ロ−ランド・ギユイエツテ
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1980-12-31
Filing date: 1981-12-04
Publication date: 1985-02-07
Also published as: EP0055370B1; DE3177080D1; EP0055370A3; US4400773A; JPS57125447A; EP0055370A2; CA1165457A

Description

【発明の詳細な説明】本発明の分野本発明は、多重処理システムが、割込みを介して装置状
況情報の通信に対して明瞭な制御を確実に維持するよう
にし、かつ上言己多重処理システムが、関連した周辺装
置におけるオペレーションのスタートに関してそのよう
な装置状況情報の利用に対して明瞭な制御を確実に維持
するようにする装置に関する。

解決すべき問題及び主たる目的複数の中央処理ェレメント（ＣＰェレメント又はＣＰ）
がオペレーティング・システム（監視フ。

ログラム）「主記憶装置、入出力装置などを共用する今
日の緊密結合形多重処理システムにおいて、周辺装置の
オペレーションをスタートしようとする試みは、主記憶
装置の中にその周辺装置独特に関連して記憶されている
装置制御ブロック（ＵＣＢ）に含まれた状況情報に基い
て行われる。これについては、ＩＢＭ社の出版物「ＯＳ
監視プログラム論理」（ＯＳＩ／ＯＳｕｐｅｒｖｉｓｏ
ｒＬｏｇｉｃＧＹ２８−６６１６Ｐａ袋ｓ３〜９）を参
照されたい。そのようなシステムでは共用された装置に
関して働いているＣＰは関連したＵＣＢへ衝突的アクセ
スを行ない、破壊効果を生じる場合がある。例えば、１
個のＣＰが他のＣＰと共用している周辺装置でオペレー
ションをスタートしようとし、他のＣＰは同じ周辺装置
の状況と関連した割込みを処理している場合がある。

これらのＣＰは、双方が共通にアクセスできない異なつ
た１／０チャネル、サブチャネル、制御ユニット通路と
通信関係にあるかも知れない。オペレーションをスター
トしようとしている第１のＣＰはそのＣＰと協力関係に
ある１／０通路を介して、周辺装置の状況を明示的にテ
ストし、その通路に表示された状況情報を回複するよう
にプログラム化されてよいが、そのようなテストは、第
２のＣＰからのみアクセス可能な通路に表示された状況
情報までも第１のＣＰへ回複させるものではない。これ
についてはＩＢＭ社の出版物「ＩＢＭシステム／３７０
操作解説書」（ＩＢＭＳ＄ｔｅｍ／３７０Ｐｒ
ｉｎｃｉｐｌｅｓｏｆＯｐｅｒａｔｉｏｎＧＡ２２一
７０００ｐｐ２０８，２０９）及び前記のＧＹ２８−６
６１６を参照されたい。第１のＣＰによってＵＣＢがロ
ックされると、割込みを処理している第２のＣＰはＵＣ
Ｂの更新を妨害される。従って周辺装置の動作は、それ
が旧いものであると識別できない状況情報に基いて開始
されるかも知れない。これは破壊的なエラーを生じるか
も知れず、中央のオペレーティング・システムは、エラ
ーの分析及び回復に無駄な「オーバヘッド」処理を負相
させられることになる。例えば、第１のＣＰ（ＣＰ−Ａ
）がＤＡＳＤファイルでディスク・パックの手作業交換
に関連した割込みを処理しており、第２のＣＰ（ＣＰ−
Ｂ）は除去されるパックについて出力（書込）動作を開
示するために働いていると仮定する。

更に、ＣＰ−ＢはＤＡＳＤファイルに関連したＵＣＢへ
の排他的（ロックされた）アクセスを有しているものと
仮定する。このような状況において、出力動作は譲った
（新しく取付けられた）ディスク・パックに関してＣＰ
一Ｂによって開始されるかも知れない。なぜならば、Ｃ
Ｐ−Ｂは割込みに関連した状況の変化を識別することが
できないからである。その理由は、パックの取換えを反
映する条件は、ＣＰ−Ａが最初に割込みを受入れた時、
ＣＰ−Ａに関連した接続通路からクリアされてしまって
おり、ＣＰ一Ｂが動作しようとしている１／０通路中に
必ずしも表示されないからである。結果の出力動作は、
新しく交換されたパックの前に記録されていたデータの
上で重ね書きを実行し、それによって有効又は重要なデ
ータを破壊する。本発明の目的は、そのようなＣＰの衝
突及び関連した破壊効果を避ける装置を提供することで
ある。

現在の多重処理システムにおいて、そのような衝突は、
共用されている装置がそれぞれＣＰと通信するためのそ
れぞれの通路を介して、更新された状況条件を冗長的に
各ＣＰへ通信するように、共用されている装置を適合化
することによって避けられる。

しかし、状況の多重タギングと呼ばれるこの手順は、全
てのＣＰが単一の状況変化事象に関して冗長的に割込み
を処理することを必要とする。これは明らかに、１つの
状況変化事象を１つのＣＰによって処理させることより
も能率が悪い。本発明の他の目的は、多重処理システム
の中央処理ェレメントをして、共用されている装置の状
況変化に関連した割込処理を協働して行わせ、かつ関連
した状況情報の処理を協働して行わせる装置を提供する
ことである。

この場合、１つの状況変化事象は１つの中央処理ェレメ
ントによって処理されてよく、しかもシステムは関連し
た周辺装置における新しい動作のスケージューリングに
関してエラーを生じる可能性はない。更に、１／０チャ
ンネルを中央プロセッサとダイナミックに変化する浮動
協働関係に置き、そのようなチャネルによって共用され
る１／０処理サブシステムへ、周辺装置と通信する通路
を割当てる責任と、そのような割当てに関連した計算処
理を管理する責任とを委任し、それによって中央の複合
体及びそのオペレーティング・システムからそのような
通路を指定しかつ管理する負坦を軽減するようにした提
案がなされたことがあった。

（米国特許３７２５８６４を参照）。そのような所謂ｒ
浮動チャネル」システムにおいては、「多重タギング一
法の非効率性は、中央複合体を構成する複数のＣＰへチ
ャネル通路をダイナミックな変動性をもって割当てるこ
とによって複合化され、１つの状況変化事象に関する割
込処理を冗長的に各ＣＰへ要求することば困難となる。
更に上記米国特許において、１／０処理サブシステム中
のそれぞれの周辺装置へ１つのサブチヤネルを与えるこ
とが提案された。

これは明らかに、任意の時点で周辺装置を中央複合体ヘ
リンクすることができる物理的チャネル通路の数を無視
して、中央複合体に関して、それぞれの周辺装置のため
独特の通信ノードを設けようとするものである。しかし
サプチャネル記憶装置のそのような集中化は、関連した
周辺装置のオペレーションが常に最新の状況情報に関し
てスタートされることを確実にするものではない。例え
ば、状況を多重タギングする場合でも、状況は１つの通
路を介して周辺装置から１つのＣＰへクリアされ、その
直後に他のＣＰからその周辺装置へ同一の通路を介して
信号が送られ、かくて上記他のＣＰが変更された状況を
知らされることなく周辺装置のオペレーションがスター
トされる場合がある。本発明は、そのような浮動チャネ
ル環境において、共用された装置からの状況割込みを１
つのＣＰで処理させ、他のＣＰが同一の装置に関して同
時的動作を実行している時でも、システムに誤ったオペ
レーション・スタートを実行させることのない装置を提
供する。

本発明の要約本発明に従えば、１群の浮動１／０チャネルと関連した
１／０処理装置（ｌＯＰ）を介して複数のＣＰヘリンク
された周辺装置で状況変化が生じると、ｌＯＰは、その
周辺装置に関連した独特のサブチャネルに、状況係属表
示（ＳＰ）、状況変化情報、及びＣＰに関する割込係属
（ＩＰ）表示を記憶する。

これらのＳＰ及びＩＰ表示は、全く異なったＣＰ動作に
よって検査されかつクリアされる。『条件は、オペレー
ティング・システムと独立して動作しているＣＰがサブ
チャネルと関連した１／○割込みを受入れた時クリアさ
れる。しかし、ＳＰ条件及び関連した状況情報は、ｍ条
件がクリアされた後でもサブチャネルに記憶されたまま
である。

本発明に従えば、中央システム複合体は、本発明と連係
して動作している共通のオベレーテイング・システムに
よつて、サプチヤネルをテストしかつ保存された状況を
回復することを要求される。そのようなテスト及び回復
は、不正確又は古い状況を参照して周辺装置のオペレー
ションがスタートされることを妨げる環境の下で実行さ
れる。それぞれのＣＰには、新しく定義されたサブチャ
ネル・テスト（ＴＳＣＨ）命令によって指定された動作
を実行する装置が設けられる。

この動作は、オベレ−ティング・システムをしてＳＰ条
件のために指定されたサプチヤネルを明示的にテストさ
せ、かつ状況を原子的（割込不可能な）動作モードへ回
復させる。ＴＳＣＨ動作を実行している時、ＣＰはＳＰ
条件があるかどうかについてプログラム指定されたサブ
チャネルを検査し、ＳＰ条件があればそれをクリアし、
もし適当であれば状況を回復し、ＳＰ条件がクリアされ
ているかどうかを示す条件コードをセットして、シーケ
ンス・フランチに備える。これにより、オペレーティン
グ・システムはＣＰＵをしてＶＣＢ状況を更新させるこ
とができる。本発明の装置はプログラミング上の約束に
協力して動作する。この約束は、ＴＳＣＨ動作が状況係
属サブチャネルに関して正当な時間に実行されること、
従ってＵＣＢヘアクセスしているＣＰが周辺装置をスタ
ートさせるための信号をサブチャネルを介して送る前に
、そのＵＣＢが更新されることを確実にするものである
。上記の約束は、ＵＣＢが１個のＣＰに対してのみ直列
ベースでアクセス可能であること、かつＵＣＢヘアクセ
スしているＣＰが、関連した周辺装置でオペレーション
をスタートするよう働いている時、装置起動命令（もし
必要ならばＴＳＣＨ動作はこの命令によって挿入されて
よい）の実行中、ＳＰ条件があるかどうかについてサブ
チヤネルを検査しなければならないことを必要とする。

本発「明に従う装置の動作に望ましいものであるが必須
要件ではない他の要件として、ＵＣＢヘアクセスしてい
るＣＰ（これは、例えば周辺装置のオペレーションをス
タートするため働いている）は、そのＵＣＢの制御を放
棄する直前に、そのＵＣＢへのアクセスを支配している
ロック・ワ−ド内のフラグ・フィールドを検査するよう
に動作しなければならない。上記のフラグ・フィールド
は、このＣＰがＵＣＢの制御を保有している間に、他の
ＣＰがそのＵＣＢへのアクセスを得ようとしている（勿
論、不成功に終っている）かどうかを表示する。もしそ
のような競合条件が存在すれば、ＵＣＢの制御を放棄し
ようとしているＣＰは、ＴＳＣＨ動作を実行し、もし必
要ならば、ＵＣＢ内の状況を更新しなければならない。
上記の追加的要件、及び関連したフラグ検査及び状況回
復動作によって、サブチャネル状況の変化に関連した割
込タスクを処理しており、かつＵＣＢヘアクセスするこ
とのできないＣＰは、そのタスクに関して動作を打切る
ことができ、一方、その時ＵＣＢの制御を有しているＣ
Ｐは打切られた動作の状況更新部分を確実に完了するこ
とができる。前述したような、本発明に従う装置の望ま
しい動作モー日こおいて、前記の約束は、米国特許３８
８６５２５に開示される「比較交換」装置の動作として
実行される。

そのような動作によって、ＵＣＢへのアクセスを得よう
と努めているＣＰは、ＵＣＢのロック・フィールドを変
更してそのような競合条件を表示し、ＵＣＢがロックさ
れているかどうか（即ち、他のＣＰによって制御されて
いるかどうか）を決定するため、ロック・フィールドの
前の内容を検査する。もしＵＣＢがロックされていれば
、競合しているＣＰは、適用可能なプログラム要件に従
って、他の動作を実行するか、「ロック上で空転する」
（即ち適当な遊び時間の後にＵＣＢロックの検査を反復
する）ことができる。他方、割込タスクを処理している
プロセッサがＵＣＢへのアクセスを獲得すると、そのプ
ロセッサはそのプログラムによってＴＳＣＨ動作を実行
しなければならない。

それによって、そのプロセッサはＳＰ条件を「直接に」
クリアし、タスクを完了する。（サブチャネルから状況
を回復し、ＵＣＢを更新し、その他の動作を実行する。
）本発明の具体的説明１前書き多重処理（Ｍ円）動作のために構成された現在のデータ
処理システムにおいて、周辺装置は、複数の１／０チャ
ネル通路を介して上位中央処理複合体中の複数の中央処
理ェレメント（ＣＰ）と通信する。

そのようなＭＰシステムにおいて、２個のＣＰは、１個
の共用される周辺装置に関して異つた機能を実行するた
め、共用されたオペレーティングシステム（監視プログ
ラム）の下で同時に動作してよい。かくて、１個のＣＰ
は周辺装置で動作を開示するために働いてよく、他のＣ
Ｐはその周辺装置から送られた状況情報の変化に関連し
た割込タスクを処理してよい。そのようなシステムにお
いて、所与の周辺装置の動作をスケジュールするための
主たる参照事項としてオペレーティング・システムによ
って使用される装置状況情報は、主記憶装置中の装置制
御フロック（ＵＣＢ）に記憶されている。

それぞれの周辺装置は、独特に関連ずけられたＵＣＢを
有している。ＵＣＢは１時に１個のＣＰによってのみ有
効にアクセス可能であるから、複数のＣＰが相互に衝突
する場合が生じ、その中の１個のＣＰが時代遅れの状況
情報を参照して関連した周辺装置の動作を開始するかも
知れない。なぜならば、ＵＣＢは最初の起動したＣＰに
よって制御されており、従って現在新しい状況情報を受
取るためにアクセスできないからである。更に、当業者
によって認識された事項であるが、もしシステムの１／
０チャネルがＣＰに対してダイナミックな変動乃至浮動
協力接続関係を有するように適合化され、それによって
ＣＰが１／０チャネル処理サブシステムへ１／０動作を
実行するためのチャネル通路を選択する責任、及びその
ような通路のため計算処理を管理する責任を委任するこ
とができれば、システムをもっと有効に動作させること
ができる点が認識された。

１／０動作の上記の局面に関連した中央の作業負荷を除
くことができるからである。

前述したように、そのようなシステム環境において、ま
た特に浮動チャネル（周辺装置当り１個のサブチヤネル
）形の環境において、周辺装置の動作を開始すべく作業
しているＣＰが、割込みに応答する他のＣＰによって処
理されている重要な状況変化情報を見落す可能性がある
。

割込みが受入れられた時、サブチヤネルはクリアされる
からである。ここでｒサブチヤネル」は、１つの１／○
動作を維持するのに必要なチャネル装置の集合を意味す
るものとし、データ記憶アドレス、転送カウント、及び
上記動作に関連した状況及び制御情報を記憶するため、
チャネル処理サブシステムによって使用される装置を含
む。変更された状況は、中央複合体の主たる状況参照手
段であるＵＣＢに必ずしも書込まれない。なぜならば、
ＵＣＢは１時に１個のプロセッサによってのみアクセス
可能だからである。従って、ＵＣＢは周辺装置動作を開
始すべく作業しているＣＰによって制御され、周辺装置
に関して割込みを処理しているＣＰからアクセスできな
い。これは誤ったデー外こ基いて周辺装置動作を開始さ
せ、エラー分析及び回復手順の重い負坦を、中央複合体
及び１／○サブシステムに課することになる。例えば、
１個のＣＰが指定されたディスク・パック装置に関して
出力（書込）データ転送を準備しかつ開始し、一方、他
のＣＰがその指定されたパックの除去（例えばオペレー
タによって）及び異ったパックとの置換に関連した「状
況変化」割込を処理している場合の影響を考えてみる。

この場合の影響として、交換されたパック上の有効なデ
ータが重ね書きされ、破壊されることになる。この種の
エラーの検出及び訂正は、長時間の分析及び回復処理の
ために中央システムへ負坦をかけ、そのためシステムの
生産的効率は低下する。この問題は、１／０動作を開始
しようしているＣＰへ装置状況情報を利用させるように
した、現在の（先行技術の）ＭＰシステムで採用されて
いる手順及びメカニズムから来ている。現在のシステム
において、１／０動作の開始は、一般的なオペレーティ
ング・システム制御プログラムの１部である１／０監視
プログラムのスケジユーリング・ェレメントによって指
定され（例えば前記のＧＹ２８一６６１６の１７〜２１
頁を参照）、主として「論理チャネル」装置に含まれる
状況情報に依存している。論理チャネル装置の「核一は
主記憶装置の中におかれた装置制御ブロック（ＵＣＢ）
である。（前記ＧＹ２８一６６１０３〜９頁を参照）
。それぞれのＵＣＢは１つの装置ユニットと独特に関連
させられている。ＵＣＢにある状況情報は、１／０監視
プログラムの割込処理制御の下で、又は既知の命令（例
えばＴｅｓｔｌ／○及びＴｅｓｔＣｈａｎｎｅｌ）に
よって明示的に指示された「チャネル及び装置」テスト
動作によって変更されることができる。上記の命令は、
装置動作を実際に開始する開始命令（例えば、Ｓｔａ比
１／０）に先行する（ＧＹ２８−６６１０１７一２
１頁、ＧＡ２２−７０００６９〜７４、鰍〆９５〜
１０１、１８５〜１８玖２０８〜２３９及び２４９〜２
５２を参照）。そのような明示的に指定されたテスト動
作によって、中央システム複合体は、状況変化条件の記
録が指定されたチャネルを含む装置へ至る特定の通路に
係属しているかどうかを識別することができる。

状況が装置で係属している時、又は割込みがチャネル中
で係属している時、上記のテスト動作によって、中央シ
ステムは明示的にプログラムされた動作によって状況情
報を回復することができる。我々は、問題が生じるのは
次のような理由からであることを発見した。即ち、１／
０割込みの受入れに関連した割込処理（ＵＣＢの更新を
含む）は、その受入に続く不確定時間の間完了しないに
もかかわらず、上記の係属条件は、ＣＰが１／０割込み
を受入れた時、全て終了することである。ＣＰによる割
込みの受入れは、ＣＰの他の動作を制御する監視及び問
題レベルのプログラムとは無関係のマシン・レベルで実
行される動作である（前記ＧＡ２２−７０００、６９〜
７４頁を参照）。そのような動作は、１／０サブシステ
ムによって表示された割込要求条件に応答してトリガさ
れ、応答しているＣＰのプログラム状態に変化を生じ（
斑Ｗ交換）、それによってそのＣＰの制御が監視レベル
の割込処理（ＩＨ）プログラムへ移される。このプログ
ラムによって、ＣＰは割込みの原因（１／０、マシン・
チェックなど）及びその源を決定する（例えば１／０割
込みについては、ＩＨはＣＰをして入出力装置を識別せ
しめ、かつ割込要求が受取られたチャネル一制御装置の
通路を決定せしめる）。更に上記のプログラムにより、
ＣＰは特定の割込条件によって必要とされる動作又はタ
スクを実行する（例えば、１／０割込みについては、状
況変化情報の評価及び論理チャネルの更新など）。その
ようなシステムにおいて、ＣＰを中断させる信号は、状
況が入出力装置から１／０チャネル処理サブシステム（
ｌＯＰ）へ通知された後に、かつ入出力装置における関
連した状況係属条件がクリアされた後に、ｌＯＰによっ
て設定される。

この信号が係属している間、関連した「割込係属一条件
がｌＯＰの制御の下でその入出力装置に関連したサブチ
ャネル中に表示される。ＣＰが信号に応答しかつ割込み
を受入れた時、割込係属条件はサブチャネルからクリア
され、関連した状況変化情報が主記憶装置中の中間バッ
ファに入れられる（これは、後にＣＰプログラムの制御
の下で、ＵＣＢへ転送される）。我々は問題の主たる原
因が次のようなものであることを発見した。

即ち、ｌＯＰ信号に応答したＣＰが割込みを受入れてか
らＵＣＢが実際に更新されるまでの間に、変化した状況
を表わす条件はもはや中央複合体の外部で表示されない
ことである。従って、この時間中、他のＣＰが入出力装
置への特定の通路を明示的にテストしても、それは現在
ＵＣＢにある状況が最新なものであるかどうかを示すも
のではない。従って、もし上記他のＣＰがＵＣＢへのア
クセスを制御していれば、それが入出力装置及びサブチ
ャネルに関して明示的にテストを実行した後であっても
、時代遅れのＵＣＢ状況を参照して入出力装置の動作を
開始する可能性がある。この問題は、浮動チャネルＭＰ
環境においてもっと深刻に表われる。

この環境において、サプチャネルへ割込係属条件を記憶
することは、状況変化条件が周辺装置からｌＯＰへ複数
の可変的協力関係にあるチャネル、インターフェイス通
路の１つを介して通知されることと関連している。ｌｏ
ｐサフシステム及びそれと協力関係にある周辺通路機構
で適当な安全策を横じておかないと、中央システムがチ
ャネル通路の１つを介して明示的に周辺装置をテストし
ても、状況変化条件を検出できない場合がある。本発明
は、少なくとも２つの個別的なメカニズムによって、そ
のような事態を除くことを目的とする。

１つのメカニズムは、ｌＯＰサブシステムの中で又はそ
れと協力して動作し、状況と関連した割込信号と独立し
て、かつ中央複合体がその割込信号に応答して割込みを
受入れる動作とは独立して、サブチャネル内に状況係属
（ＳＰ）条件を表示する。

このＳＰ条件及び関連した状況変化情報は、中央複合体
がその監視プログラムの制御の下で明示的に動作して、
その条件をクリアし状況を回復するまで、サブチャネル
内に記憶されたままである。時代遅れのＵＣＢ状況を参
照して装置動作を開始させようとする中間的試みが排除
される場合にのみ、上記の明示的動作が起るようにプロ
グラム可能である。本発明に関連した他のメカニズムは
、中央複合体のＣＰの中で又はそれと協力して動作し、
ＣＰが独特の「サブチヤネル・テスト」（ＴＳＣＨ）動
作を実行するようオペレーティング・システムに命令を
出させる。

上記の動作は指定されたサブチャネルの検査、そのサブ
チャネルに表示されたＳＰ条件のクリア、ＳＰ条件があ
ればサブチャネルから状況情報を除去すること、クリア
動作の機能としてプログラム・ブランチが起るか起らな
いかの条件を設定することを含む。除去された状況は後
に評価されてよく、もし適当ならば、オペレーティング
・システムの下でＵＣＢへ入れうれる。この第２のメカ
ニズムは、新しく定義された特検命令であるＴＳＣＨに
応答してその動作を実行するように適合化される。その
ような侍検命令は、監視プログラム状態にあるＣＰによ
ってのみ実行可能である（前記のＧＡ２２−７０００、
３０頁を参照）。ＴＳＣＨ命令は原子的（割込不可能な
）モードでのみ実行される。上記のモードは動作が割込
まれないことを確実にし、それによって動作が割込まれ
る場合に生じる不確かな又は不明瞭な潜在的影響を除く
ことができる。第３のメカニズムは、それ自体既知であ
るが、本明細書においては新しい意味を持たせてある。

この第３のメカニズムによって、ＵＣＢへのアクセスを
妨害されたＣＰは、そのＵＣＢへフラグ条件を記憶する
という現時点で望ましい（必ず必要というわけではない
）動作を実行することができる。本明細書で説明される
プログラム制限の下で、このフラグは最終的にそのＵＣ
Ｂに対するアクセス制御を有しているＣＰによって検査
されねばならず、フラグがアクチブであることが発見さ
れると、そのＣＰは関連したサプチャネルに関してＴＳ
ＣＨ動作を実行する必要がある。フラグ記憶動作は米国
特許３８８６５２５に説明される「比較交換Ｊ装置によ
って実行され、その効果も上記米国特許明細書に説明さ
れている。フラグ検査の動作は、ＵＣＢへのアクセスを
有していたＣＰがそのＵＣＢ制御を放棄する直前に起る
ように、プログラム上の約束によりスケジュールするこ
とができる。フラグ記憶、フラグ検査、及び条件的なＴ
ＳＣＨ動作により、割込タスクを処理している間にＵＣ
Ｂへのアクセスを妨害されたＣＰは、そのタスクの実行
を打切ることができ、かつその時ＵＣＢを制御している
ＣＰは、打切られたタスクの状況更新部分を有効に完了
することができる。これにより、ＵＣＢアクセスを妨害
されたＣＰが、ＵＣＢが解放されるまでそれを繰返して
検査することにより、無駄に空転する非能率性を除くこ
とができる。２「状況喪失」問題を生じる可能性のあ
る動作の具体的説明第１図及び第２図は、本発明の課題
である「状況喪失」問題が生じる「先行技術」の多重処
理（Ｍ円）システムを示し、第３図及び第４図は第１図
及び第２図のシステムでそのような問題を起す動作の例
を示す。

今後、第１図の構成は「通路ごとのサブチャネル」（Ｓ
ＰＰ）構成と呼び、第２図の構成は、「周辺装置ごとの
非変更サブチャネル」（ＳＰＤ）構成と呼ぶことにする
。「非変更」の語は、第２図の構成と本発明を組込んだ
「変更されたＪＳＰＤ構成（第５図乃至第１３図を参照
して説明される）とを区別するために使用される。これ
らの名称が暗示するように、ＳＰＰ構成は、共用される
装置と中央複合体との間のそれぞれの個別的チャネル通
路のために、別個のサブチヤネルを含む。一方、ＳＰＤ
構成は、それぞれの周辺装置について、その装置に関連
した全てのチャネル通路に共通の１つだけのサブチャネ
ルを含む。ＳＰＰ構成は２個又はそれ以上のＣＰを含む
。第１図において、それらはＣＰ１（１６）及びＣＰ２
（１８）として示される。これらのＣＰは主記憶装置２
０及び共用される装置（ディスク・パック）ｎ（２２）
ヘアクセスする。主記憶装置２０は装置ｎと独特に関連
しているＵＣＢｎを含む。装置ｎは２つ又はそれ以上の
通路を介してＣＰ及び主記憶装置２０へ接続されてよい
。図を簡単にするため、２つの通路が示される。１つは
ＣＰＩ及び主記憶装置へ至る第１通路ａ（ｎ）であり、
他の１つはＣＰ２及び主記憶装置へ至る第２通路ｂ（ｎ
）である。

通路ａ（ｎ）は制御ユニットａ（２４）及びチャネル２
６（ＣＨＩ）を含む。通路ｂ（ｎ）は制御ユニットｂ（
２８）及びチャネル３０（ＣＨ２）を含む。通路ａ（ｎ
）及びｂ（ｎ）は、相互に全く別個のものであってよく
、別個の関連したサブチヤネルを有する。それらはサブ
チャネルｎｌ（３２）及びサブチヤネルｎ２（３４）と
して示される。第２図のＳＰＤ構成（これは米国特許３
７２５８６４に開示される）も２個又はそれ以上のＣＰ
を有する。

それらはＣＰ１（３６）及びＣＰ２（３８）として示さ
れる。これらのＣＰは主記憶装置４０及び装置ｎ（４２
）へ共通にアクセスする。主記憶装置４０はＵＣＢｎ（
４４）を含み、このＵＣＢは装置ｎと独特に関連ずけら
れている。しかし、この構成は複数の浮動チャネル４６
を含む。浮動チャネル４６は、ＣＰ及びそれと協力関係
にある装置（装置ｎを含む）の間で通信を行わせるため
、共通の１／０処理（ｌｏｐ）サブシステム４８によっ
て可変的に割当可能である。更に、チャネル４６はｌＯ
Ｐサブシステム４８を介して単一の共通サブチャネル記
憶装置５０ヘアクセスする。記憶装置５０の１部分がサ
ブチャネルｎ（５２）として示される。サブチャネルｎ
（５２）は装置ｎ（４２）のため排他的に使用され、チ
ャネル４６を介して実行される１／０取引に関して装置
ｎ（４２）のサブチャネルとして使用される。ＳＰＤ構
成において、装置ｎ（４２）は、制御ユニットａ（５４
）を通る第１の通路ａ（ｎ）を介してチャネル４６へ接
続され、かつ制御ユニットｂ（５６）を通る第２の通路
ｂ（ｎ）を介してチャネル４６へ接続される。

制御ユニットａ（５４）はチャネル４６の任意の１つ又
は全てに対して物理的接続リンクを有してよく、接続リ
ンクの１つがリンク６０として示される。同様に、制御
ユニットｂ（５６）はチャネル４６の任意の１つ又は全
てに対して物理的接続リンクを有してよく、接続リンク
の１つがリンク６２として示される。チャネル４６はｌ
ＯＰサブシステム４８を介してＣＰ１（３６）及びＣＰ
２（３８）と通信してよい。従って、通路ａ（ｎ）の物
理的構成は、ｌＯＰサブシステム４８及び／又は制御ユ
ニットａ（５４）によって、制御ユニットａ（５４）と
チャネル４６との間のりンクがどのように選択されるか
によって、時間とともに変化することが理解されよう。
同様に、通路ｂ（ｎ）の物理的構成も、ｌＯＰサブシス
ム４８及び／又は制御ユニットｂ（５６）の制御の下で
ダイナミックに変えられることが分る。ＳＰＰ又はＳＰ
Ｄ構成のいずれにおいても、共通にアクセスされる装置
ｎ（２２又は４２）は、「アンタグ」モードにおいて１
つの通路（例えばａ（ｎ）又はｂ（ｎ）上で状況変化条
件が係属しているか、又は「多重タキング」モード‘こ
おいて全ての通路則ちａ（ｎ）及びｂ（ｎ）上で状況変
化条件が係属していることを表示するように適合化され
てよい。

ＳＰＰ又はＳＰＤ構成のいずれにおいても、上記のいず
れのモードでも動作できるように適合化された装置ｎを
含む場合、本発明が技術課題としている「状況喪失」問
題が起る。第３図及び第４図は、装置ｎがそれぞれ「ア
ンタグ」又は「多重タギング」モードで動作するよう適
合化されている場合、どのようにして上言己の問題がＳ
ＰＰ構成で起るかを示す。これらの例及び後述する「変
更された」ＳＰＤ構成の説明から、当業者は、どのよう
にして「非変更」ＳＰＤ構成において上記の問題が起る
かを容易に理解することができよう（装置ｎはアンタグ
又は多重タキングのいずれのモード‘こも適合化されて
いるものとする）。第３図において、装置ｎはＣＨＩ及
びＣＰＩについてのみ（即ち通路ａ（ｎ）についてのみ
）、アンタグ・モードで動作しているものと仮定する。
装置ｎがＣＰＩへ与えるべき状況を有している時、制御
ユニットａ２４を通して働いている装置ｎは、通路ａ（
ｎ）を通して「状況係属」信号７２を発生する。ＣＨＩ
が自由になった時（ＣＨＩは他の制御ユニットのために
使用中であるかも知れない）、それは受入信号７６によ
って応答し、「割込係属」表示７８と共に関連した状況
情報を一時的にサブチャネルｎｌに記憶する。同時に、
ＣＨＩはサブチャネルｎｌに関連した割込要求をＣＰＩ
へ表示させる。ＣＰＩが自由になった時、それは割込受
入信号を発生し、これはＣＨＩをして割込係属条件をク
リアさせ、かつサブチャネルｎｌから主記憶装置２０１
こおいて全てのチャネルのための中間状況バッファとし
て永久的に割当てられた記憶領域へ装置ｎ状況情報を転
送させる。次いでＣＰＩは８２で示されるように関連し
た割込処理の実行を開始する。割込処理タスクを実行し
ている間、ＣＰＩは状況情報を中間状況バッファから装
置ｎ状況を評価するため一時的に割当てられた１つ又は
それ以上の中間バッファへ転送する。割込処理を実行し
ている間、ＣＰＩはＵＣＢ内のロック・ワードをテスト
することによってＵＣＢｎヘアクセスすることを試みて
よい。８４及び８６で示されるように、これらの試み／
テストは不成功であるかも知れない。

なぜならば、その時ＵＣＢｎ上のロックはＣＰ２によっ
て制御されており、９０で示されるように、ＣＰ２は装
置ｎで動作を開始する作業を進めており（通路ｂ（ｎ）
を介して）、また９２で示されるように、以前からＵＣ
Ｂｎロックの制御を有しているかも知れないからである
。この状態において、９４で示されるように、ＣＰ２及
びＣＨ２は、ＣＰＩがＵＣＢｎにある状況情報を更新し
ようとしているにもかかわらず、ＵＣＢｎで利用可能な
古い状況情報のみを参照して、制御ユニットｂ２８を介
して装置ｎに対するスタート１／０（ＳＩＯ）命令を実
行する可能性がある。第４図は第３図と同じＳＰＰ構成
であるが、装置ｎが多重タギングへ適合されている場合
を示す。

１１０及び１１２で示されているように、装置ｎはその
状況係属条件を通路ａ（ｎ）及びｂ（ｎ）の双方を介し
て表示する。

しかし、これらの通路における構成要素（ａ（ｎ）にお
いては制御ユニットａ２４及びＣＨＩ（２６）、ｂ（ｎ
）においては制御ユニットｂ２８及びＣＨ２（３０）は
異つた作業負荷を有するので、上記状況係属条件に対す
るそれぞれの構成要素の応答は、異つた時点に生じる。
通路ａ（ｎ）における時点は１１４で示され、通路ｂ（
ｎ）における時点は１１６で示される。それらの時点
で、サブチャネルｎｌ（３２）及びサブチャネルｎ２（
３４）へ状況が記憶される。従って、ＣＰＩ及びＣＰ２
に関する割込係属条件の表示は異つた時点１１８又は１
２０で生じ、それによってＣＰＩ及びＣＰ２は、１つの
状況変化事象に関して、そのような異つた時点で始まる
冗長的な割込処理１２２及び１２４を実行するかも知れ
ない。ＣＰＩの割込処理において、ＣＰＩは、１２６で
示されるように、ＣＰ２がＵＣＢｎへのアクセスを試み
る前に、ＵＣＢｎをロックすると共に状況を更新し、ま
た１２７で示されるようにそのロックを解放するかも知
れない。ＣＰＩがその割込みを処理している間、１２８
で示されるように、ＣＰ２は装置ｎに関して動作を開始
する作業を進めていてよく、また１３０で示されるよう
に、ＣＰ２は、上言己の動作開始機能又は多重タギング
割込みの冗長的処理に関連して、ＵＣＢｎを遅れてロッ
クしてもよい。

その後、ＣＰ２は１３２で示されるようにＵＣＢｎ状
況を更新してよく、また１３６で示されるようにロック
を解放する前に、ＣＰ２は１３４で示されるようにＳＩ
Ｏ動作を開始してよい。３本発明の具体的説明第５図乃至第１４図は、本発明に従って前記の「状況喪
失」問題を除くため、第２図に示されるＳＰＤ構成を適
合化させた実施例を示す。

そのような適合化がない場合に、状況喪失が生じる環境
及びそのような適合化を比較的単純なＳＰＰ構成へ拡張
して適用する方法は、以下の説明が進行するにつれて当
業者に明らかとなろう。第５図において、ＣＰＩ（２１
０）及びＣＰ２（２１２）はそれぞれ第８図乃至第１１
図に示されるように変更され、主記憶装置４０１まそれ
ぞれの装置ｎ‘こついて変更されたＵＣＢｎ２１４を有
する。

更に、浮動チャネル４６と関連したｌＯＰサプシステム
２２川ま、第６図に示されるように変更され、サブチャ
ネル記憶装置２２２も変更されている。それぞれの変更
されたＵＣＢｎ２１４は特別のビット２３０，２３２，
２３４を有するロックワードを含む。

これらのビットは、割込みのＣＰ処理に関して効率を改
善するため、後述するＣＰ及びｌＯＰの適合化と関連し
て使用される。ビット２３０は、そのＵＣＢがロックさ
れているか（使用中）又はロックされていないか（使用
中でない）を示す。ビット２３２及び２３４は、それぞ
れのＣＰ（ＣＰＩ又はＣＰ２）が不成功的にそのロック
をテストしたことを指示するため使用される。ＵＣＢｎ
２１４は２つのビット２３２，２３４を有するように示
されているが、実際のシステムにおいては、それぞれの
リンク可能なＣＰのため競合条件を表示するため、十分
な数のそのようなビットが設けられていることに注意す
べきである。装置ｎ（４２）、制御ユニットａ（５４）
、及び制御ユニットｂ（５６）は第２図に示される構成
要素と同じであり、本発明に関連して特別の適合化を必
要としない。装置ｎは多重タギングのために適合さされ
ても適合化されなくてもよい。そのような適合化又は非
適合化は、ｌＯＰサブシステム、サブチャネル記憶装置
、及びＣＰにおける通合化メカニズムの動作に影響を及
ぼさないことが分るであろう。本発明に従って実施され
るｌＯＰサブシステム２２０及びサブチャネル記憶装置
２２２の適合化は、第６図に示される。

適合化されたｌＯＰサブシステム及びサプチャネル記憶
装置の動作は、第７図に示される。第６図に示すように
、変更されたサプチャネル記憶装置２２２は、それぞれ
の周辺装置のためのサブチャネル制御ブロック（ＳＣＢ
）を含む。装置ｎのためのＳＣＢはＳＣＢｎ２３８で表
わされる。ｌＯＰサブシステムは、ＳＣＢの中に、周辺
装置及びそれに関連した通路構成要素の状況２４０を記
憶する。ＳＣＢｎは１対のビット２４２，２４４を含む
。これらのビットは、関連したＳＣＢｎについて、それ
ぞれ「割込係属」（ＩＰｎ）条件及び状況係属」（ＳＰ
ｎ）条件を示す。ＩＰｎビット２４２は、１０Ｐサブシ
ステムが割込待ち行列中でＳＣＢｎを位置づけた時、１
へセットされる。

ｍｎビット２４２は、ＣＰによって割込みが受入れられ
たことに関連してＳＣＢｎが割込待ち行列から除去され
た時、０へＩＪセットされる。本発明に従えば、ＳＰｎ
ビット２４４は、状況が、ＳＣＢｎへ記憶された時に１
へりセットされ、ＳＣＢｎへ向けられた「サブチャネル
・テスト」動作が、中央オペレーティング・システムの
制御の下でＣＰによって実行されるまで、１の状態へと
どまる。第６図には示されないが、サブチャネル記憶装
置２２２はｌＯＰサブシステム及びそれぞれのＣＰから
アクセス可能である（異った時点で）。

更に、サブチャネル記憶装置２２２は別個の装置として
示されているが、本発明の装置で要求される動作を変更
しないで、それを主記憶装置４０（第５図）の１部とし
て設けてもよい。サプチャネル記憶装置２２２に関して
は、ｌＯＰサプシステム２２０はＳＣＢｎにある情報を
変更するための論理手段２４４と、ＣＰへ割込要求を送
り、かつそのような要求に関連してサブチャネルの待ち
行列を維持するための論理手段２４６を含む。

先入先出法で使用されるこの「割込」侍ち行列は、以下
に説明されるが図面には説明されていない。この待ち行
列は本発明と直接の関連を有するものではない。論理手
段２４４は、ＳＣＢに含まれる情報を変更する手段２４
８と、ＳＣＢ内のｍｎビット及びＳＰｎビットを操作す
る手段２５０とを含む。

論理手段２４６は、割込待ち行列が少なくとも１個のサ
ービスされていないＳＣＢを含む時、線２５３を介して
割込要求信号をＣＰへ送る手段２５２と、割込待ち行列
へ新しいＳＣＢを追加させる手段２５４とを含む。ＳＣ
Ｂの追加は手段２４８をして、現在待ち行列に入れられ
ようとしているＳＣＢと、もし待ち行列がその前に空で
なかったならば、先行するＳＣＢへ待ち行列リンク・ア
ドレスを挿入させ、もし前に待ち行列が空であったなら
ば、現在入れられようとしているＳＣＢを指示するため
、待ち行列に関連した「次のェレメント（ＳＣＢ）」ポ
ィンタを変更し、かつ前に空であった待ち行列へＳＣＢ
を入れようとしている時、「非空」表示をセットするこ
とによって行なわれる。更に論理手段２４６は、線２５
８を介してＣＰから受取られた割込受入信号に応答して
、先入先出法により割込待ち行列から１時に１つずつＳ
ＣＢを除去する手段２５６を含む。そのような除去が行
なわれる度に、手段２５６は、図示されない接続線によ
って、手段２４８をして割込待ち行列の「次のェレメン
ト」ポィンタ及びリンク表示を変更せしめ、かつその除
去動作によって待ち行列が空にされると、「非空」表示
をリセットせしめる。

更に、手段２５６は、線２６０を介して除去されたＳＣ
ＢのアドレスをＣＰへ通知する。第６図に示される装置
の勤作シ−ケンスが、装置ｎの１つのサブチャネルに関
連して第７図に示される。

装置ｎからの状況係属信号が、制御ユニットａ（５４）
又は制御ユニットｂ（５６）を介して（もし装置ｎが多
重タギングのために適合化されていれば、制御ユニット
の双方を介して）、チャネル４６の１つによって受取ら
れると（ブロック２８０）、ｌＯＰサブシステムは、Ｓ
ＣＢｎを変更しそれを割込待ち行列上に入れる刺激信号
を受取る（ブロック２８２）。更にブロック２８２にお
いて、ｌＯＰサブシステムは、サブチャネル記憶装置へ
「原子的」ロックを施し（ブロック２８２において動作
が持続している間、サプチャネル記憶装置を排他的に制
御する）、制御ユニットａ５４又は制御ユニットｂ５６
の１つから受取られた状況情報をＳＣＢｎへ書込み、Ｉ
Ｐｎビット及びＳＰｎピツトを１へセットし、割込待ち
行列が、ＳＣＢｎを最後のェントリィとして含むように
割込待ち行列を変更し、もし割込待ち行列がこのェント
リィの前に空であったならば、ＣＰに関して割込要求信
号を設定し、次いでサブチャネル記憶装置上のロックを
解放する。これら動作と関連して、又これら動作に続い
て、ｌＯＰサブシステムは、ブロック２８４において、
制御ユニットを解放するための刺激信号をチャネル４６
へ与える。

これによって、制御ユニットは、その対応する通路から
状況係属条件をクリアする。．中断２８６によっ
て示されるように、或る若干の時間経過の後、ＣＰの１
つ（この場合、ＣＰＩと仮定する）がｌＯＰサブシステ
ムからの割込要求信号に応答し、割込みの受入れを通知
する（ブロック２８８）。

この事が起ると、ｌＯＰサブシステムは、ブロック２９
川こおいて、最も古い未処理のＳＣＢエントリイ（即ち
、ＩＰｎビットを１へセットされた最も古いェントリイ
）を割込待ち行列から除去し（この場合、ＳＣＢｎと仮
定する）、待ち行列情報を適切に変更し（除去されたェ
ントリィＳＣＢｎのｍｎビットをリセットし、待ち行列
リンク・アドレス及びポィンタを変更する）、除去され
たェントリイＳＣＢｎのアドレスを通知する。これによ
って、ｌＯＰによるＳＣＢｎの処理は完了するが、ＳＣ
ＢｎのＳＰｎビットは１へセットされたままである。本
発明に関連してなされるＣＰの主たる変更は、第８図に
示される。

第８図の位置に関連した動作は第９図に示される。第８
図に示されるように、新しい命令であるサブチャネル・
テスト（ＴＳＣＨ）命令がＣＰの命令レジスタ３００１
こ置かれ、それと共にアドレス情報が汎用レジスタ（Ｇ
ＲＩ）３０２に準備されていると（そのような情報は、
サブチャネル記憶装置２２２におけるＳＣＢｎの如き特
定のサブチャネルのアドレスを指定する）、ＣＰ中の命
令解読演算論理手段３０４（上記の新しい命令を実行す
るために変更されている）は新しい動作を惹起する。こ
れによって、ＣＰはサブチャネル記憶装置２２２からＳ
ＣＢｎのＳＰｎビットを呼出し、そのビットの値を検査
し、ＳＣＢｎのＳＰｎビットへ０を書込み、検査された
ビットの値に従って、条件コード・レジスタ３０８に条
件コード０又は１をセットする。もし条件コード０がセ
ットされると、アドレスされたＳＣＢｎから状況が読出
され、オペレーティング・システムによって主記憶装置
の中に一時的に割当てられた割込応答ブロック（ＩＲＢ
）に記憶される。ＩＲＢはアドレスされたＳＣＢと関連
ずけられており、ＳＣＢｎのためのＩＲＢはＩＲＢｎで
表わされる。ＴＳＣＨ命令の実行に関連した動作は第９
図に示される。そのような実行の前に、３２０で示され
るように、ＴＳＣＨ命令に先行する命令から惹起された
動作により、目的のＳＣＢｎのアドレスが汎用レジスタ
３０２へロードされる。次いでブロック３２２において
、ＴＳＣＨ命令が主記憶装置からフヱッチされる。この
フェッチは、第８図に示される通常の命令フェッチ制御
手段３２４の動作により行なわれる。ブロック３２６に
おいて、命令を実行するための命令解読演算論理手段３
０４はＴＳＣＨ命令の動作コード（Ｂ２３５）を検出し
、主記憶装置及びサブチャネル記憶装置へ「原子的」ロ
ックを施し、次の動作の準備を整える。

ブロック３２８において、レジスタ３０２中のアドレス
を使用してＳＣＢｎがアドレスされ、関連したＩＲＢｎ
３１０（第８図）を条件的にアクセスするため、アドレ
スが準備される。ＩＲＢｎのアドレスは、ＴＳＣＨ命令
のＤ２７ィールドの内容を、その命令のＢ２フィ−ルド
‘こよって指定されるレジスタの内容へ加えることによ
って形成される。勿論、Ｂ２及びＤ２の値は、ＩＲＢｎ
のこのアドレスを形成するため、先行する命令によって
設定されている。フロツク３３０において、ＣＰはアド
レスされたＳＣＢｎからＳＰｎビットを除去し、かつそ
の値を検査するように動作する。

その値が１であれば、それは状況がサブチャネルＳＣＢ
ｎで係属中であることを意味し、ＣＰはブロック３３２
の動作を実行する。フロツク３３２において、ＳＣＢｎ
のＳＰｎビット位置へ０が記憶され、ＳＣＢｎからＩＲ
Ｂｎへ状況情報が転送され、条件コード・レジスタ３０
８へ０の条件コードがセットされる。もし検査されたＳ
Ｐｎビットの値が０であれば、ＣＰはブロック３３４に
おいて条件コード・レジスタ３０８に１を記憶する。条
件コードのセットは、ＴＳＣＨ命令の実行に続く２つの
命令シーケンスの１つを選択するために使用されてよい
。

そのようなシーケンスの１つは条件コード０に関連し、
状況を評価しかつＵＣＢｎを条件的に更新するために使
用されてよい。他のシーケンスは条件コード１に関連し
、そのような評価及び選択的更新を省略する。ブロック
３３２又は３３４の後のブロック３３６において、ブロ
ック３２６で設定された貯蔵装置のロックが解放され、
ＴＳＣＨ命令の実行が完了する。第１０図に示される装
置を使用して実行され、かつ第１１図を参照して説明さ
れる補充的かつ望ましい（必ずしも必須ではない）動作
によって、本発明の装置は、割込処理を実行しておりか
つ状況の更新を完了するためＵＣＢへのアクセスを妨げ
られるＣＰの負坦を軽減することができる。

上記の補助的動作によって、妨害されたＣＰは、その割
込処理を打切ることができ、その間に、ＵＣＢの制御を
有しているＣＰは、本明細書で説明されるプログラム要
件の下で、打切られたタスク（状況更新）を確実に完了
することができる。第１０図に示される装置は、前記の
米国特許３８８６５２５に説明された「比較交換」装置
と同じものであるが、上言己補助的動作の基礎を与える
ための独特の情況の下で動作する。この装置は「比較交
換」（Ｃ＆Ｓ）命令を実行する。第１０図において、こ
の命令がＣＰ命令レジスタ３０川こ入れられている状態
が示される。この命令は動作コード３５０、汎用レジス
タを指定するＲＩフィールド３５２及びＲ３フィ−ルド
３５４、貯蔵アドレスを限定するＢ２フィールド３５６
及びＤ２フィールド３５８を含む。動作コード３５０は
、比較交換動作を実行するため、第８図の命令解読演算
論理手段３０４を条件ずける。主題の補助的動作に関し
て、変位Ｄ２によって限定されたレジスタの内容へ加え
た結果は、評価されるべきＵＣＢｎのロック・ワード（
オペランド２）をアドレスするために使用される。

アドレスされたロック・ワードは記憶装置から謙出され
、比較回路３６０の第１入力へ印加される。その間に、
ＲＩフィールド‘こよって指定された汎用レジスタ３６
２に含まれるオペランド１が比較回路３６０の第２入力
へ印加される。比較回路３６０は２つの入力（オペラン
ド１及び２）を比較し、「等価一世力（＝）又は「不等
価」出力（ミ）を発生する。もし等価出力が発生される
と、Ｒ３フィールド３５４によって指定された汎用レジ
スタ３６４の内容であるオペランド３がゲート３６６を
介して転送される。ＵＣＢｎのロック・ワードへ書込ま
れる。それによって、前にロック・ワードへ記憶されて
いたオペランド２が置換される。もし比較結果が不等価
であれば、ＵＣＢからオペランド２が読出され、それが
しジスタ３６２へゲートされるので、前にそこに含まれ
ていたオペランド１が置換される。この命令は、第１の
ＣＰ（例えばＣＰＩ）をして、第２のＣＰ（例えばＣＰ
２）が現在所与のＵＣＢ（例えばＵＣＢｎ）に対するア
クセスを制御しているかどうかを決定させ、かつそのＵ
ＣＢ中にフラグをセットして第にＰ条件ずけることによ
り、第ＩＣＰにより打切られるかも知れない動作（例え
ば状況の更新）を完了させるために使用される。この命
令を実行するためのプログラム要件は（前記ＧＡ２２−
７０００、１２３〜１２４頁を参照）、第ＩＣＰがその
命令を実行する時、その実行の前に、第本ＰがそのＵＣ
Ｂロックの制御を放棄したかどうかを第ＩＣＰによって
決定させ、それによって第ＩＣＰが、変更されたＲＩ及
びＲ３のパラメータを使用してその命令の実行を反復す
べきであるか、又はその割込処理動作を打切って、ＵＣ
Ｂの更新完了を第次Ｐへ任せるかを、弟ＩＣＰに決定さ
せることである。第１１図を参照すると、「比較交換一
命令は次のように使用される。先ず、ＣＰ２は、ＣＰＩ
が上記命令を実行する間、ＵＣＢｎ上のロックを制御し
ているものと仮定する。上記命令の実行の前に、３７０
‘こおいて、ＣＰＩは現在のＵＣＢｎロック・ワードを
変更ないこ議取り、それを評価し、その価からＣＰ２が
その時ロックを制御しているかどうかを決定する。次い
でＣＰＩは、フェッチされたロック・ワードをレジス夕
３６２へ入れ、かつ変更されたロック・ワードをレジス
夕３６４へロードするように動作する。変更されたロッ
ク。ワードはフラグ・ビットを含み、このフラグ・ビッ
トは、ＣＰ２がＵＣＢｎの制御を有している間、ＣＰＩ
が不成巧的にそのＵＣＢｎヘアクセスしようとしたこと
を示す。ブロック３７２において、ＣＰＩは比較交換命
令を命令レジスタ３００へフェッチする。ブロック３７
４において、ＣＰＩはオペラソド２（ＵＣＢｎロック・
ワード）をフエツチし、ブロック３７６において、ＣＰ
Ｉはオペランド２とオペランド１（レジスタ３６２中の
ワード）とを比較する。もしＣＰ２制御の状況が仮定ど
おりに３７０〜３７６の間に変化していなければ、比較
されたオペランドは等しく、ＣＰ“まブロック３８０及
び３８２の動作を実行する。ブロック３８０では、変更
されたロック・ワード力川ＣＢｎへ記憶され、ブロック
３８２では、等価の比較結果に関連して、条件コードが
０へセットされる。他方、もしＣＰＩが上記命令を実行
する前又はその実行中にＵＣＢｎロックの制御を放棄し
たのであれば、ロック・ワード（オペランド２の値）は
変更され、ブロック３７６の比較は不等価条件を示す。
その場合、ＣＰＩはブロック３８４及び３８６の動作を
実行する。ブロック３８４でレジスタ３６２のオペラン
ド１がオペランド２によつて置換され、ブロック３８６
で条件コード１がセットされる。ブロック３８０，３８
２又はブロック３８４，３８６のいずれのシーケンスを
取るにせよ、ＣＰＩはブロック３９０で命令の実行を完
了する。後にＣＰ２は、条件コード‘こ基いてブランチ
し、条件コードが１であれば、レジスタ３６２の新しい
値を分析し、ＵＣＢｎが今やアクセス可能であることを
決定し、第２の比較交換命令を実行して、ＵＣＢｎロッ
クの制御を確保しようとしてよい。第１２図は、第５図
の環境において、ＴＳＣＨ命令を実行する第８図の装置
が、第１０図の装置と結合して、本発明の主題である状
況喪失の問題を除くため、どのようにして補助的な比較
交換機能を実行するかを示す。第１２図において、ＣＰ
２は装置ｎで動作を開始するため通路ｂ（ｎ）に関して
作業を進めており、それと同時にＣＰＩは通路ａ（ｎ）
を介して装置ｎから受取られた状況変化信号を処理する
作業を進めているものと仮定する（第５図参照）。先ず
ＣＰ２の動作を考察する。フロツク４００において、Ｃ
Ｐ２はＵＣＢｎに関して比較交換命令を実行する。ブロ
ック４０２において、上記命令の動作によりＵＣＢがア
クセス可能である（比較が等価）ことが示されると、ブ
ロック４０４で変更されたロック・ワードが記憶される
。これはＣＰ２がＵＣＢを制御していることを示す。も
しＵＣＢがアクセス不可能であれば（比較が不等価）、
ＣＰ２は条件コード１をセットし、或る遅延の後に命令
を再実行するために、通路４０６を介してブランチする
。この空転動作はＣＰ２がＵＣＢｎのアクセスを得て、
関連したロツキング動作を完了するまで継続する。ＵＣ
Ｂｎへのアクセスを得た後に、ＣＰ２はブロック４０６
で「変更されたスタート１／０命令を実行する。

この命令については、後に第１３図及び第１４図を参照
して説明する。この命令によってＣＰ２はＳＣＢｎによ
って表わされた装置の状態を評価し、ＳＣＢｎへ初期制
御情報を条件的に記憶し、ＳＣＢｎの評価された状態に
従って４つの条件コード（０，１，２，３）の１つをセ
ットする。どの条件コードがセットされたかに従って、
ＣＰ２はブロック４０８で異つた追加的動作を実行し、
（これについては、後に第１４図を参照して説明する）
初期スケジューリングの処理を完了する。その後、ＣＰ
２はブロック４１０で「最終的な一比較交換動作を実行
する。これによって、ＣＰ２は前の比較交換動作（ブロ
ック４００）以降にＵＣＢｎロックが変更されたかどう
かを決定することができる。即ち、ＣＰ２は、他のＣＰ
（例えばＣＰＩ）が不成功的にＵＣＢｎへのアクセスを
得ようとしたかどうかを決定することができる。フロツ
ク４１２で、ＣＰ２はブロック４１０における比較交換
動作の結果に基いてブランチする。上記の結果により他
のＣＰがＵＣＢｎへのアクセスを得ようとしなかったこ
とが示されると、ＣＰ２はブロック４１４でＵＣＢｎを
変更してその解放を効果的に表示するように動作し、ブ
ロック４１６でその動作を完了する。他方、ブロック４
１２で他のＣＰがＵＣＢｎへのアクセスを不成功的に
試みたことをＣＰ２が決定すると、ＣＰ２はブロック４
２０の動作を実行する。その動作は、ＳＣＢｎのＳＰｎ
ビットをテストするサプチヤネル・テスト動作と、もし
必要ならばＵＣＢｎ状況の条件的更新とを含む。次いで
ＣＰ２はブロック４２２で他の比較交換動作を実行し、
フロック４１２へ戻る。それによってＣＰ２は、ブロッ
ク４２０の動作が実行されている間に、他のＣＰがＵＣ
Ｂｎへのアクセスを得ようとしたかどうかを決定するこ
とができる。もし必要ならば、ＣＰ２は、それがＵＣＢ
ｎの最後の更新以降にアクセスの試みがなされなかった
ことを決定するまで、ブロック４２０，４２２，４１１
２の動作を反復することができる。最終的にＣＰ２はＵ
ＣＢｎロックの内容が変更されなかったことを発見し、
ブロック４１２で「ノー」の出口をとりブロック４１４
，４１６へ進む。前に仮定したように、ＣＰ２の前記の
動作中、ＣＰＩは装置ｎに関して割込みを処理すべ〈動
作している。

従ってブロック４３０で、ＣＰＩは割込みを受入れ、か
つＳＣＢｎから状況を受取る。次いでＣＰＩは、中断４
３２で示されるように、検索した装置状況情報を評価す
るために、他の割込処理動作を実行する。状況が意味あ
るものであると仮定すれば、ＣＰＩはブロック４３４で
比較交換動作を実行することによって、ＵＣＢｎへのア
クセスを得ようと試み（その状況情報を更新するため）
、ブロック４３６で、この動作の結果に従ってブランチ
を実行する。もしＵＣＢｎがアクセス可能であれば、Ｃ
ＰＩは以下のブロックでＵＣＢｎをロックし、条件的に
ＵＣＢｎ状況を更新する。即ち、ＣＰＩは、ブロツ．ク
４４０でＳＣＢｎのＳＰｎビットをテストし、ＳＣＢ
ｎ状況をＩＲＢｎへ転送し、ＳＣＢｎ中のＳＰｎビット
を０へセットし、中断４４２で示されるように、ＩＲＢ
ｎ中の装置状況情報を評価し、ブロック４４４でＵＣＢ
ｎへＩＲＢｎ状況を条件的に転送し、ブロック４４６で
割込処理の実行を終了する。他方、もしブロック４３６
で、ＵＣＢｎが他のＣＰ（例えばＣＰ２）によってロッ
クされていることをＣＰＩが発見すると、ＣＰＩは単に
その動作を打切り、通路４５０を介してブロック４４６
の終了動作へ行く。

ここで注意すべきは、もしＣＰＩがブロック４３６で通
路４５０へ進むと、その時ＵＣＢｎを制御しているＣＰ
２は、若干の遅れた時点で、ブロック４１０又は４２２
の比較交換動作によって、それがＣＰＩの動作を妨害し
たことを認識する。そして、ＣＰ２は、ブロック４２０
で示されるように、ＳＣＢｎをテストしＵＣＢｎを更新
するように動作する。これらは、本来ならばＣＰＩによ
って実行される機能である。前述したように、ＣＰ２に
よって実行されるブロック４０６の動作は、変更された
スタート１／０命令である。

この命令を実行する装置は第１３図に示され、その実行
に関連した動作は第１４図に示される。第１３図は、上
記命令が実行のためにＣＰ命令レジス夕３００へ入れる
れた状態を示す。

その時点で、汎用レジスタ３０２は特定のサブチャネル
（この場合ＳＣＢｎ）のロケーションを限定する情報を
前もってロードされている。上記命令のＢ２及びＤ２パ
ラメ−外こよって限定された「第２オペランド」は、主
記憶装置にある動作要求ブロック（ＯＲＢ）４８０を指
定する。ＯＲＢ４８川ま開始動作を限定するパラメータ
を含む。これらのパラメータは割込パラメータ、動作制
御情報、チャネル・プログラム・アドレスなどを含むが
、本発明と直接の関連を有しないので、これ以上の説明
を省略する。第１４図に示されように、変更されたスス
タート１／０命令の実行に関連した動作（ブロック４８
４から５０２まで）は、１０Ｐサブシステムとの相互作
用なしにＣＰによってのみ実行される。

その後、５０４によって示されるように、適当な信号を
受けたｌＯＰサブシステムは、周辺装置への通路を選択
しそれと通信を選択する動作を実行するように進行する
。その間に、ＣＰは他の機能を実行していてよい。４８
０でＯＲＢを準備した後に、ＣＰはブロック４８４で変
更されたスタート１／０命令をフェツチする。

フロツク４８６で、ＣＰはサブチヤネル記憶装置及び主
記憶装置に原子的ロックを施す。フロック４９０で、Ｃ
Ｐは第１３図の汎用レジス夕３０２の内容によってアド
レスされたサブチヤネル（ＳＣＢ）の状況を評価し、そ
の結果に基いて４つのブロック４９２，４９４，４９６
，４９８の１つへブランチする。もしＳＣＢｎ中のＳＰ
ｎビットが１へセットされていれば、ＣＰはブロック４
９２の動作を実行する。この動作は命令条件コード（Ｃ
Ｃ）を１へセットし、原子的ロックを解放することであ
る。もしＳＣＢｎ状況情報によって、サブチャネルが状
況係属中でなく使用中であることが分ると、ＣＰはブロ
ック４９４の動作を実行する。この動作は命令条件コー
ドを２へセットしロックを解放する。もしＳＣＢｎ状況
情報によって、周辺装置が操作可能でないことが分ると
（裾付けられてし、ないか、又は操作中でない）、ＣＰ
はフロック４９６の動作を実行する。この動作は条件コ
ードを３へセットし、ロックを解放する。もし上記の例
外条件のいずれも発見されなければ、それはサブチヤネ
ルが動作を開始するのに適した状態にあることを意味す
る。そして、ＣＰはブロック４９８の動作を実行する。
その動作は、条件コードを０へセットし、主記憶装置中
のＯＲＢ４８０からサブチャネル記憶装置中のＳＣＢｎ
へ開始制御情報を転送し、問題としている動作が今やｌ
ＯＰサブシステムによって進行されるべく係属中である
ことを示すため、ＳＣＢｎ中のＳＦＰ（開始機能係属中
）ビットを１へセットし、前述した動作をｌＯＰサブシ
ステムが継続するよう１０Ｐ作業刺激信号を発生し、ロ
ックを解放する。フロツク４９２，４９４，４９６，４
９８の１つで動作を実行した後、ＣＰはブロック５００
で終了動作を実行する。

この動作は変更されたスタート１／０命令の実行を完了
させる。次いでＣＰは、ブロック５０２でブロック４９
２，４９４，４９６，４９８の動作によって設定された
条件コードを評価する。ブロック５０２の動作は第１２
図のブロック４１０〜４２０の動作に対応する。５０４
で示されるように、ＣＰがブロック５００で終了動作を
完了した後に「ＣＰがブロック４９８でｌＯＰ作業刺激
信号を発生したものと仮定すると、ｌＯＰサブシステム
が自由になった時、それは上記刺激信号に応答して開始
プロセスを進めるためブロック５０６〜５１６の動作を
実行する。フロツク５０６で、ｌＯＰサブシステムは、
作業刺激信号を認識して、サブチャネル記憶装置及び主
記憶装置に原子的ロックを施す。ブロック５１０で、ｌ
ＯＰサブシステムは、周辺装置への通路を選択する動作
を実行する。それは動作の開始を試行するためである。
ブロック５１２で、ｌＯＰサブシステムは、選択された
通路のチャネル及び制御ユニットを介して、周辺装置と
通信しようと試みる。フロツク５１４で、ｌＯＰサブシ
ステムは、この試行の成功又は失敗に従ってブランチす
る。

もし試行が成功したのであれば、ブロック５１６でロッ
クが解放され、動作は選択された通路ェレメントによっ
て続行される。もし試行が成功しなかったならば、ｌｏ
ｐサブシステムは、同一又は他の選択された通路に関し
てブロック６１０，５１２，５１４の動作を反復する。
従って、この変更されたスタート１／０動作は、ＣＰ及
びｌＯＰサブシステムによる別個の動作を含むことが分
る。

ＣＰはＯＲＢの内容をサブチャネルへ転送しかつ作業刺
激信号をｌｏｐサブシステムへ与えるだけでよく、それ
に続いてｌＯＰサブシステムは通路の選択、周辺装置の
起動などを独立的に制御する。

【図面の簡単な説明】

第１図及び第２図は本発明の主題とする技術問題がどの
ようにして先行技術のＭＰシステムで生じるかを示す図
、第３図及び第４図は第１図及び第２図のＭＰシステム
で本発明の主題とする技術問題を惹起する中央システム
の動作を示し、第５図乃至第１１図は第２図に示される
ＭＰシステムの浮動チャネル構成を本発明に従って適合
化したシステムを示す図、第１２図乃至第１４図は第５
図乃至第１１図に示される適合化システムが本発明に従
いどのようにして割込みを処理しかつ周辺装置の動作を
開始するように動作するかを示す図である。４２・・・・・・装置ｎ、４６・・・・・・浮動チャネ
ル、２１０，２１２・・・・・・中央処理ユニット、２
４４・…・・サブチャネル記憶装置、３００・・・・・
・ＣＰ命令レジスタ、３０２・…・・汎用レジスタ、３
０４・・・・・・命令解読演算論理手段、３０８・・・
・・・条件コードレジスタ、３１０・・・・・・ＩＲＢ
（割込応答ブロック）、３６０・・・・・・比較回路、
３６２・・・・・・汎用レジスタ、３６４…・・・汎用
レジススタ、４８０・…・・ＯＲＢ（動作要求ブロック
）。第１図第２図第３図第４図第５図第６図第７図第９図第８図第１０図第１１図第１２図第１３図第１４図

Claims

【特許請求の範囲】

１共通の監視プログラムによって監視される第１及び
第２の中央処理ユニツトを有し、上記第１中央処理ユニ
ツトが周辺装置でのオペレーシヨンをスタートすべくチ
ヤネルに関して動作する時、同時に上記第２中央処理ユ
ニツトが上記チヤネルによって記憶された上記周辺装置
の状況情報を処理すべく上記第１中央処理ユニツトより
も相対的に監視されない態様で上記チヤネルに関して動
作する中央複合体を含むデータ処理システムにおけるオ
ペレーシヨン・スタート防止装置であって、上記第２中
央処理ユニツトが上記周辺装置の状況情報を処理する可
能性のある間上記周辺装置へオペレーシヨン・スタート
信号を発信しようとする上記第１中央処理ユニツトへ上
記周辺装置に関連した状況係属条件を表示するための手
段と、上記状況係属条件が表示されている間上記第１中
央処理ユニツトによる上記オペレーシヨン・スタート信
号の発信を妨害するため上記中央複合体に設けられた手
段と、上記中央複合体が上記オペレーシヨン・スタート
信号の発信及び上記状況情報の処理を共に監視すること
ができる時にのみ上記状況係属条件をクリアするため上
記中央複合体中に設けられた手段とを具備し、上記第２
中央処理ユニツトが上記状況情報を処理する前に上記第
１中央処理ユニツトが古い状況情報に基いて上記オペレ
ーシヨンをスタートすることを防止するように構成した
オペレーシヨン・スタート防止装置。