JPS61267862A - フアイル処理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は複数のデータ処理装置により共用される少なく
とも１つのファイル装置を含むファイル処理システムに
関する。

〔従来の技術〕

少なくとも１つのファイル装置を複数のデータ処理装置
によシネットワークを介して共用するファイル処理シス
テムにおいては、データ処理装置側のタスクによるファ
イル装置内の記憶データの更新要求に対して適切な排他
制御を行なわないと、後に詳細に述べるように、タスク
の要求するような更新操作を正しく行なうことができな
い。

上述のファイル装置として用いる仮想ディスク型のファ
イル装置は、そのファイル装置を共有する個々のデータ
処理装置が持っている個別のディスク装置をファイル装
置側でエミーレーションする機能を備えている。このよ
うな仮想ディスク型ファイル装置をネットワークに接続
することにより、データ処理装置側では、仮想ディスク
型ファイル装置をあたかも手元に接続され友ディスク装
置であるかのようにアクセスすることが可能になる。こ
のような機能を有する従来の仮想ディスク型ファイル装
置の一例が、１９８４年２月２７日発行の日経エレクト
ロニクス誌、ｐｐ、１７９〜１９８に開示されている。

〔発明が解決しようとする問題点〕

しかしながら、後に詳細に述べるように、従来のシステ
ムにおいては、タスクの実行が仮想ボリューム単位で逐
次化される九め、タスクの全体的な実行に長い時間を必
要とするという大きな欠点がある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明のシステムは、それぞれ少なくとも１つのタスク
が存在する複数のデータ処理装置と、前記複数のデータ
処理装置に共用され複数の記憶領域を有する少なくとも
１つのファイル装置と、前記複数の記憶領域の前記タス
クへの割当状態を示す割当情報を格納した側車状態格納
手段と、前記複数の記憶領域のそれぞれを構成する複数
の記憶ブロックに対するロック情報を格納したロック情
報格納手段と、前記割当情報が排他的に割当てられてい
ないことを示している前記記憶領域内の前記ブロックの
内容を第１のタスクが更新するときにこのブロックに対
するこの第１のタスクの読出し動作および書込み動作が
終了するまでこのブロックへの少なくとも１つの他の第
２のタスクからのアクセスを禁止する几めにこのブロッ
クに対する前記ロック情報を登録および保持するととも
にこれらの動作の終了後にこのロック情報を前記ロック
情報格納手段から除去する処理手段とから構成される。

〔実施例〕

本発明の理解を容易にするために、まず、従来システム
について説明する。

第２図を参照すると、一般のネットワークシステムは、
ｎ（正整数）個のデータ処理装置１−１〜ｌ−ｎと、固
定ディスク装置を含む仮想ディスク型ファイル装置２と
、これら装置１−１〜１−ｎおよび２が共通に接続され
たバス３とから構成される。ファイル装置２としては、
コンパツクマイクロエレクトロニクス社およびミナトエ
レクトロニクス社製のバーチャルサーバＶＳ１００／２
０゜ＶＳ１００／４０．ＶＳ１００／８０ｔたはｖｓ１
００／１６０を使用できる。例えば、ＶＳ１００／１６
０は、ＣＰＵとしてのＤＥＣ社製のＬＳＩ−１１／２３
−ＰＬＵ８と、１メガバイトの記憶容量を有する主記憶
ユニットと、１６０メガバイトの記憶容量を有するウィ
ンチェスタ・ディスク・ユニットと、それぞれ０．５メ
ガバイトの記憶容量を有する２台のフロッピィディスク
拳ユニットとから構成されオペレーティング・システム
としてリアルタイム拳マルチタスク処理可能なりＥＣ社
製のＲ８Ｘ−１１Ｍを採用している。今、第３図に示す
ように、ｔｌ〜ｔ６のタイミングで、データ処理装置１
−１上のタスク人とデータ処理装置１−２上のタスクＢ
とによシフアイル装置２内のディスクの記憶レコードＲ
に対して並行的に更新操作が行なわれ九とする。この場
合、時刻ｔ２におけるタスクＢによるレコード凡の読出
し動作が、時刻ｔ４におけるタスクＡによる同一レコー
ドＲへの書込み動作よシも先行して行なわれる。それは
、時刻ｔ２では、タスクＡによるレコード凡の更新操作
が未完了であることによる。この九めに、タスクＢによ
るレコード凡の更新操作の終了時点である時刻ｔ４を見
ると、結果的にタスク人によるレコード凡の更新操作が
無効になってしまっていることが判る。

このような理由によって、°複数のタスクによシ同一レ
コードのデータが並行更新される場合には、データに対
する排他制御機能によって同一データに対する複数タス
クの更新操作が相互に重ならないように逐次化すること
が必要である。すなわち、タスクＢによるレコード凡の
読出し動作をタスクＡＫよるレコードＲへの書込み動作
の終了時点ｔ４　まで遅らせればよい。

ファイル装置２における従来の排他制御方式においては
、このファイル装置２は、このファイル装置２にアクセ
スをしｔいユーザーのデータ処理装置からバス３を介し
て仮想ボリュームの割当要求を示すＭＯＵＮＴ指令を受
信する。この指令は、割当時の仮想ボリューム割当条件
に関する２つの情報を含む。その１つは、同一仮想ボリ
ュームを他タスクと同時に割当ててもらいこの仮想ポリ
ｓ。

−ムを他タスクと共用（共用割当）するかま之は排他的
に割当（排他割当）ててもらいたいのかを指定する情報
であシ、この指定情報を共用モードの指定と言う。他の
１つは、仮想ボリュームに対する割当後、読出し動作（
参照割当）しかしないのか読出し動作だけでなく書込み
動作（更新割当）もするのかを指定する情報であシ、こ
の指定情報を処理モードの指定と言う。なお、共用モー
ド指定については、上述の共用割当および排他割当のほ
かに、参照割当を要求する他タスクに限って同一仮想ボ
リュームを同時に割当ててもらっても構わないという第
２の共用モード（通常、保護割当という）の指定ができ
る場合もあるが、ここでは説明を簡単にするため上記の
ように共用割当および排他割当のみを指定する場合に限
定する。ファイル装置２は上述のマウント指令や入出力
実行指令などを受信する機能を持つばかりでなく、各仮
想ボリュームの個々のタスクへの割当状態を管理する機
能を持っている。この几めに用いる主記憶装置２２内に
記憶された管理テーブル（ボリューム割当制御テーブル
（ＶＡＣＴ）と呼ぶ）の−例を第４図に示す。この図で
は、仮想ボリー−ム１，２゜４および６はいずれのタス
クにも割当てられておらず、仮想ボリューム３および５
がタスクに割当てられている。たとえば、仮想ボリュー
ム５はタスクＡおよびＢにそれぞれ共用割轟／参照割当
で同時に割当てられている。ファイル装置２内のＣＰＵ
２１は、データ処理装置上のタスクからめ仮想ボリュー
ム割当要求を示すＭＯＵＮＴ指令を受信すると、その指
令に含まれる共用モード指定情報を調べる。ＣＰＵ２１
はＭＭ２２内のＶＡＣＴを調べ、この共用モード指定情
報の指定する仮想ボリュームがその時点で他のどのタス
クにも割当てられていない（すなわち非割尚中）ことを
検出したならば、この割当要求を受は付け、割当結果な
ＶＡＣＴＫ反映させ、仮想ボリュームの割当動作を終了
する。しかし、要求されｔ仮想ボリュームがすでに他タ
スクに割当てられているならば、ＣＰＵ２１はＶＡＣＴ
を参照してその仮想ボリュームの割当状態と矛盾しない
割当要求であることが判かれば（他タスクに共用割当さ
れていて、この要求も共用割当、の場合）、この要求を
受は付ける。しかし、相互に矛盾するならば（他タスク
に共用割当されているとともに要求が排他割当の場合、
または、他タスクに排他割当されていて要求が共用割当
または排他割当の場合）、この要求を受は付けない。

要求が認められた場合には、この結果がＶＣＡＴに反映
されることは言うまでもない。このようにして、仮想ボ
リュームのタスクへの排他割当が可能になる。

さらに、ファイル装置２内のＣＰＵ２１はタスクによる
入出力動作実行の要求指令（Ｒｅａｄ指令またはＷｒｉ
ｔｅ指令）を受信するごとに、第５図に示す処理フロー
に従って処理を行なう。ここでは、そのタスクによって
事前に仮想ボリュームの割当が正しくなされているか、
更には、仮想ボリュームが参照割当であるのにタスクが
書込み動作を行なおうとしてｂるか否かが確実にチェッ
クされる。

そして、最後に、タスクによる仮想ボリー−ムの割当が
不要になり、タスクから仮想ボリュームの割当解除を示
すＤＥＭＯＵＮＴ指令を受信すると、ＣＰＵ２１はＶＡ
ＣＴを修正して、そのタスクによるその仮想ボリューム
の割当状態を解除する。以上により、従来の排他制御方
式によるタスクのボリューム更新操作の逐次化が実現さ
れる。

すなわち、第３図のように複数のタスクが同一し；−ド
に対して更新を行なうような場合には。

各タスクはＭＯＵＮＴ指令による仮想ボリュームの割当
要求の際の割当条件として、排他割当／更新割当を指定
することにより、各タスクの当該レコードの割当は１つ
ずつ順番に行われる。この結果、同一レコードに対する
更新操作が逐次化される。

このような従来の方式では、更新処理時には、更新対象
の仮想ボリュームを一時には１つのタスクにしか割当て
られない。従って、たとえば、この複数タスクの数をｍ
（正整数）とすると、全てのタスクによる同一仮想ボリ
ュームへの更新操作を行なうには、１つのタスクによる
更新操作のための所要時間のｍ倍という長い時間が必要
になる。

本発明の一実施例は第２図と同様の構成を有する。従っ
て、データ処理装置上のタスクが共用のファイル装置２
を使用する場合、まず、タスクは従来と同様に仮想ボリ
ューム割当要求のためのＭＯＵＮＴ指令をファイル装置
に対して発行する。

本実施例における仮想ボリューム割当条件の指定の方法
は従来と同じである。さらに、本実施例におけるファイ
ル装置２も主記憶装置２２内に従来と同様のＶＡＣＴを
持ち、ＣＰＵ２１　　はタスクによるＭＯＵＮＴ指令を
従来と全く同様の方法で処理する。すなわち、仮想ボリ
ュームの割当処理は従−米の方式と全く同様に行なわれ
る。

その後、仮想ボリュームの割当に成功したタスりが仮想
ボリー−ムに対して入出力動作実行の要求をしてくる。

この時、そのタスクによる仮想ボリュームの割当時の共
用モード指定が排他割当である場合には、ＣＰＵ２１は
従来と全く同様に第５図に示した処理フローに従って処
理を行なう。この結果、正常であれば入出力動作を実行
する。しかしながら、タスクによる仮想ボリュームの割
当時の共用モード指定が共用割当である場合には、同一
仮想ボリュームを同時に割当てられている更新タスクの
存在する可能性がある几め、ＣＰＵ２１は以下に述べる
ような方法でブロックレベルの自動的な排他制御を行な
う。

ブロックレベルの排他制御の実現法には種々のものがあ
るが、ここでは１番簡単表′°各仮想ボリュームは１つ
のタスクによって同時にはたかだか１ブロツクの排他使
用しか許さない”という原則に基づく実現法を説明する
。すなわち、本実施例においては、主記憶装置２２内に
第７図に示すようなロック制御テーブル（ＬＣＴ）を記
憶しておシ、ＣＰＵ２１はデータ処理装置上のタスクが
読み出し動作を実行するときに読み出し対象データブロ
ックを含むＬＣＴ　のエンドｖｒｔｃロック情報を登録
し、このタスクが同じデータブロックに対して書込み動
作を実行したあとこのロック情報をＬＣＴ　から除去す
る。第７図では、仮想ボリューム１．２．３．４および
６はどのブロックもロック（アクセス禁止）されていな
い。しかし、仮想ボリューム５では、第３番目のブロッ
クＢ３がタスクＡによって、第４番目のブロックＢ４が
タスクＢによってロックされている。

次にＣＰＵ２１が入出力動作実行要求指令を受信したと
きのＣＰＵ２１の実行する処理の詳細を第６図を参照し
て説明する。まず、ステップ６１で、タスクによる仮想
ボリュームへの入出力動作実行の要求指令を受信すると
（ステップ６１）、この指令によシ指定されたボリー−
ムがこのタスクに対して割当てられているか否かをＶＡ
ＣＴによりａべ（ステップ６２）る。割当てられている
場合、それが共用割当であることがわかると（ステップ
６３）、まず、その実行要求指令の内容が読出しく　Ｒ
ｅａｄ　）動作なのか、書込み（Ｗｒｉｔｅ）動作なの
かを判別する（ステップ６４）。読出し動作である場合
には、まず、ＬＣＴ　を調べ、対象のボリューム内にそ
のタスクによってロックされている（ロック情報が登録
されている〕ブロックがあれば、それをアンロック（ロ
ック情報を除去）シ（ステップ６５）、読出しの対象と
なっているブロックのロックを試みる（ステップ６６）
。この試みはそのブロックが他タスクによってすでにロ
ックされていなり限シ成功する。成功しない場合には、
そのブロックが他タスクの処理でアンロックされ、ロッ
クが可能になるまで、このタスクを待たせる。ロックが
成功したときには、ＣＰＵ２１は当該ブロックの内容を
該当するディスクから読出し、読出し指令を発行したデ
ータ処理装置上のタスクにそのデータを送信する（ステ
ップ６７）。

一方、タスクからの実行要求指令がデータ書込み指令で
ある場合には、ＶＡＣＴＫ−よシ対応するボリュームが
更新割当てされてｂることが分かると（ステップ６８）
、そのタスクによって当該ブロックがロックされている
ことをＬＣＴ　によシ確認しくステップ６９）、タスク
から当該ブロックへのデータの書込みを行なう（ステッ
プ７０）。このあと、尚該ブロックのアンロックを行う
（ステップ７１）。

最後に、タスクから仮想ボリュームの割当解除のための
ＤＥＭＯＵＮＴ　指令を受信すると、ファイル装置２内
のＣＰＵ２１はそのタスクによってロックされているブ
ロックが残っているかどうかをＬＣＴ　で調べ、残って
いれば、それをアンロックする。続いて、ＶＡＣＴの中
からこのタスクに関係する情報を全て削除することによ
り、このタスクへの仮想ボリュームの割当を解除する。

このように、本実施例では、複数のタスクに対して同一
の仮想ボリュームが同時に割当てられるにもかかわらず
、実際の入出力動作の際にはブロックレベルの更新操作
の逐次化が自動的に行なわれるため、複数タスクの全体
的な実行時間を長くすることがない。

なお、以上の説明では、各仮想ボリュームは１つのタス
クによって同時にはたかだか１ブロツクの排他使用しか
許さないという前提のもとに簡単な実施例を説明した。

しかし、上記の実施例においては、各タスクが連続する
複数ブロックを仮想ボリューム当シ１箇所に限りロック
することができるという具合に拡張しても、基本的な排
他制御の実現法は変らないことを付は加える。更には、
各タスクは仮想ボリュームの複数ブロックないしは複数
箇所をロックすることができるという具合に拡張するこ
とも可能である。この場合には、ロックは必要になる都
度性ない、アンロックは仮想ボリュームの割当解除時に
まとめて行なうことができる。

〔発明の効果〕

以上の説明によシ明らかなように、本発明によれば、従
来の排他制御方式をとるファイル装置に、祈念に、ファ
イル装置内の各仮想ボリュームを構成するブロック単位
に各仮想ボリュームのスペースを個々のタスクが排他使
用する状態を管理する手段（ブロック制御テーブル）を
付加し、個々のタスクによる仮想ボリュームへの入出力
実行要求の際に、第６図の処理フローに従って必要に応
じて自動的なブロックレベルの排他制御を行なうことに
より、複数タスクによる同一データの並行更新操作を全
体的なタスク実行時間を長くすることなく、かつ更新の
そう失の危険性を伴なうことなく、実行することが可能
になシ、処理効率および信頼性の向上に対して得られる
効果は大き−０

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すブロック図、第２図は
ファイル装置の詳細を示すブロック図、第３図は従来技
術によシ複数のタスクが同一データを並行更新する場合
の更新操作のそう失が発生しうることを説明する図、第
４図は従来の排他制御方式および本発明による排他制御
方式のもとて各仮想ボリュームのタスクへの割当状態を
管理するために用いられる制御テーブルの構成例を示す
図、第５図は従来の排他制御方式のもとてファイル装置
が受信した入出力要求指令を処理する場合の処理フロー
の一例を示す図、第６図は本発明による排他制御方式の
もとてファイル装置が受信し九人出力要求指令を処理す
る場合の処理フローの一例を示す図、第７図は本発明に
よる排他制御方式のもとて各仮想ボリュームの構成ブロ
ックにおける各タスクによるロック状態を管理するため
に用いられ制御テーブルの構成例を示す図である。 図において、１−１〜１−ｎ・・・・・・データ処理装
置、２・・・・・・ファイル装置、である。 代理人　弁理士　　内　原　　（晋 又−３ 第５　図 茅　ｚ　ＴＭ

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）それぞれ少なくとも１つのタスクが存在する複数
   のデータ処理装置と、 前記複数のデータ処理装置に共用され複数の記憶領域を
   有する少なくとも１つのファイル装置と、 前記複数の記憶領域の前記タスクへの割当状態を示す割
   当情報を格納した割当状態格納手段と、 前記複数の記憶領域のそれぞれを構成する複数の記憶ブ
   ロックに対するロック情報を格納したロック情報格納手
   段と、 前記割当情報が排他的に割当てられていないことを示し
   ている前記記憶領域内の前記ブロックの内容を第１のタ
   スクが更新するときにこのブロックに対するこの第１の
   タスクの読出し動作および書込み動作が終了するまでこ
   のブロックへの少なくとも１つの他の第２のタスクから
   のアクセスを禁止するためにこのブロックに対する前記
   ロック情報を登録および保持するとともにこれらの動作
   の終了後にこのロック情報を前記ロック情報格納手段か
   ら除去する処理手段とから構成したことを特徴とするフ
   ァイル処理システム。
2. （２）前記処理手段は、前記第１のタスクから発行され
   る割当要求に応答してこの割当要求が指定する前記記憶
   領域の割当状態を前記割当状態格納手段を参照して調べ
   前記第１のタスクに対してこの記憶領域を割当てるため
   に前記割当情報を前記割当状態格納手段に格納するか否
   かを判定する第１の処理を実行することを特徴とする特
   許請求の範囲第（１）項記載のファイル処理システム。
3. （３）前記処理手段は、前記第１のタスクから発行され
   前記記憶領域の１つを指定する第１の指定情報および前
   記ブロックの少なくとも１つを指定する第２の指定情報
   を含む読出し要求または前記記憶領域の１つを指定する
   第３の指定情報および前記ブロックの少なくとも１つを
   指定する第４の指定情報を含む第４の指定情報に応答し
   て前記割当状態格納手段を参照することにより前記第１
   または第３の指定情報が指定する前記記憶領域が前記第
   １のタスクに対して排他的に割当てられているか否かを
   検出する第２の処理と、該第２の処理で排他的に割当て
   られていないことが検出されたとき前記読出し要求に応
   答して前記ロック情報格納手段を参照することにより前
   記第２の指定情報が指定するブロックに対して前記第１
   のタスクおよび少なくとも１つの他の第２のタスクに属
   するロック情報が登録されているか否かを検出する第３
   の処理と、該第３の処理での前記第２のタスクの前記ロ
   ック情報の検出に応答して前記第１のタスクに対する読
   出し動作を禁止する第４の処理と、前記第３の処理で前
   記第１および前記第２のタスクに属するロック情報の未
   登録が検出されたとき前記第１のタスクに対するロック
   情報を前記ロック情報格納手段に登録し前記第２の指定
   情報が指定する前記ファイル装置内の前記ブロックの少
   なくとも１部を前記第１のタスクに対して読出す第５の
   処理と、前記第２の処理で排他的に割当てられていない
   ことが検出されたとき前記書込み要求に応答して前記第
   ４の指定情報が指定する前記ブロックの少なくとも１部
   に前記第１のタスクからのデータを書込む第６の処理と
   、該第６の処理での書込み動作の完了後に対応する前記
   ブロックに対する前記ロック情報を抹消する第７の処理
   とを実行することを特徴とする特許請求の範囲第（１）
   項記載のファイル処理システム。
4. （４）前記処理手段は、前記第１のタスクから発行され
   る割当解除要求に応答してこの割当解除要求が指定する
   前記記憶領域に対応する前記割当状態格納手段内の前記
   第１のタスクの割当情報を除去するとともにこの記憶領
   域に属するブロックに対応する前記第１のタスクのロッ
   ク情報格納手段内の前記ロック情報を除去する第８の処
   理を実行することを特徴とする特許請求の範囲第（２）
   項記載のファイル処理システム。