JPS59119462A - オンライン情報処理システム - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明はオンライン情報処理システムに係り、詳しくは
、端末への情報転送の制御方式に関するものである。

〔従来技術〕

証券業務のようなオンライン・システムにおいては、端
末からの受信が優先するため、受信の繁忙時、端末への
出力情報がセンタ装置内で一時的に滞る場合がある。こ
のようなシステムでは、一般にセンタ装置に出力キュー
ファイルを持ち、該ファイルに送信待ちの出力情報をキ
ューイングしておき、端末への送信が可能になった時点
で順に吐き出す方式がとられる。しがし、従来は出力キ
ューファイルとして端末別ギューファイルが多く用いら
れていたため、次のような欠点があった。

（１）端末単位にファイルを持つため、分割損がどうし
ても生じる。

（２）　　（］）の分割損を／」・さくするために容量
を制限すると、その容量を越えて出力キューが滞留した
場合の措置が複雑′となる。

（３）端末障害時の代行処理が非常に複雑となる。

一方、上記（１）、（２）の欠点を克服するために、出
力キューファイルを１本のシーケンシャル出力キューフ
ァイルとして、端末への出力情報を、端末側とは無関係
に発生順にシーケンシャルにキューイングすることが考
えられるが、出力制御が非常に複雑となり、又、出力キ
ューファイ・ルへのアクセスが極端に増大する等の問題
がある。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、端末への出力キューファイルの分割損
を避けるため、シーケンシャルな出力キューファイルを
用いた場合において、出力制御が簡便で゛、かつ出力キ
ューファイルへのアクセスか効率的に行える方式を提供
することＫある。

〔発明の概要〕

本発明はシーケンシャルな端末出力キューファイルの使
用を前提とするが、これとは別に、各端末毎のキューメ
モリを用意する。このキューメモリは、従来の端末側キ
ューファイルとは機能が全（異なり、シーケンシャル出
力キューファイルの二次メモリとして用いられる。即ち
、該キューメモリにキューイングされる各端末の電文数
は一定に制限を受け、未キューイング電文数はシーケン
シャル端末出力キューファイル上に保持される。

また、本発明では、上記シーケンシャル端末出力キュー
ファイルと各端末毎キューメモリ間のキューイング処理
を簡便にするため、キューメモリ管理テーブルを用意す
る。シーケンノヤル出カキューファイルからキューメモ
リへの登録処理は、上記キューメモリ管理テーブルを参
照しながら専用タスクで行う。

〔発明の実施例〕

第１図はオンライン・システムの概略構成を示す。図中
、各端末１は共通回線および／または個別回線を通して
中央処理装置２と結ばれている。

中央処理装置２には主記憶装置３および外部記憶装置４
が接続されている。以下、本発明の説明では、主記憶装
置３の一部を各端末毎のキューメモリとキューメモリ管
理テーブルに使用し、又、外部記憶装置４はシーケンシ
ャル端末出力キューファイルに使用するものとする。

第２図は端末からのサービス要求に対し、その回答電文
をシーケンシャル端末出力キューファイルにキューイン
グするまでの説明図である。第２図において、各端末１
より入力された電文は中央処理装置２で処理され、処理
順にバッファ・レジスタ２】に次々にバッファリングさ
れていく。このようにして、所定長の回答電文が揃うと
、外部記憶装置４のシーケンシャル端末出力キューファ
イル４１に書き込まれる。ＷＰはシーケン７ヤル端末出
力キユーフアイル４］の最新の書込み位置を示すポイン
タ（最新ライトポインタ）である。後述するように、該
最新ライトポインタＷＰはキューメモリ管理テーブルで
管理されており、１ブロツクの電文が外部記憶装置４の
シーケンシャル端末出力キューファイル４１に書込まれ
る都度、その内容が更新され、次の書込み位置を示すこ
とになる・。

第３図はシーケン７ヤル端末出力キユーフアイルの電文
なイユーメそりに登録し、それを端末に出力するまでの
説明図である。第３図において、３１は端末へ出力する
電文（回答電文）を各端末毎に一定数キューイングして
おくキューメモリであり、３２は該キューメモリ３１の
キューイング処理に必要な情報を管理しているキューメ
モリ管理テーブルであり、いずれも主記憶装置３の所望
領域が割当てられる。ＲＰはシーケンシャル端末出力キ
ューファイル４Ｊの最新の読出し位置を示すポインタ（
最新リードポインタ）、ＮＰはシーケンシャル端末出力
キューファイル４１上に未出力のまま残っている電文群
の最若番読出し位置を示すポインタ（未出力リートポイ
ンタ）て゛ある。これらのポインタＨＰ及びＮＰも、先
の最新ライトポインタＷ　１）と同様にキューメモリ管
理テーブル３２で管理されろ。

シーケンシャル端末出力キューファイル４１かもキュー
メモリ３１へのキューイング処理にはＡと・Ｂの２つの
専用タスクが割当てられ、又、キューメモリ３Ｊから各
端末への出力処理にはＣの専用タスクが割当てられ、こ
れらの専用タスクは各々キューメモリ管理テーブル３２
を参照しながら動作しそいく。

タスクＡは新たにシーケンシャル端末出力キューファイ
ル４１に収容された電文をキューメモリ３１に各端末側
にキューイングするタスクである。該タスクＡはキュー
ファイル４１に新規の電文があれば、最新リードポイン
タＲＰ以降の電文を読出し、キューメモリ３１の満杯と
なっている端末領域の電文はとばし、満杯となっていな
い端末領域の電文について、各端末毎にキューイングし
ていく。一方、タスクＩ３は、タスクＡがキューメモリ
；３１に空きがな（て登録できなかった電文を該キュー
メモリ３１にキューイングするタスクである。即ち、該
タスク１３はキューメモリ管理テーブル３２を参照しな
がら、未出力リートポインタＮ　ｌ）が示すシーケンシ
ャル端末出力キューファイル４１の電文かう読み直して
いって、キューメモリ３１で空きかて゛きた端末領域の
電文についてキューイングしていき、空きがなくなれば
、キューファイル４１における当該電文群の最若番読出
し位置を新しく未出力１，１−トポインタＮＰとする。

両タスクＡ、Ｂは、キューメモリ管理テーブル３２を逐
次参照しながらキューイング処理を行っているため、キ
ューメモリ３１上で電文の追越し登録は生じないように
なっている。なお、タスクＡ、Ｈの詳細動作は後述する
。

タスクＣはキューメモリ管理テーブル３２を参照しなが
らキューメモリ：う１の電文を、例えば予め定められた
端末順ある（・は満杯となった端末順に読み出ずタスク
である。キューメモリ３１から読出された電文は、中央
処理装置２を経由して該当端末へ送られる。なお、タス
クＣはキューメモリ３１から電文を読出すと、キューメ
モリ管理テーブル３２を更新する。

第４図はシーケンシャル端末出力キューファイル４］と
キューメモリ３１の関係を示したものである。

いま、シーケンシャル端末出力キューファイル４１に対
する電文の書込みがｎブロックの！〕−ルコードまで終
っているとする。この時、最新ライトド番号二〇である
。一方、タスクＡによるキューイング処理は該シーケン
シャル・キューファイル４１のブロック１］−１まで進
行しているとする。従って、最新リードポインタＲＰＯ
値は、ブロック番号＝ｎ、レコード査号＝１である。ま
た、未出力リートポインタＮＰは、ブロック番号＝１η
、レコード番号＝夏ηを示しているとする。

シーケンシャル端末出力キューファイル４１のブロック
ｎ　−１までキューイング処理が進行した時点で、キュ
ーメモリ３１では、端末Ａ、Ｂ、Ｉの領域が、まだ新規
の電文を登録可能である。この状態て゛タスクＡにより
シーケンシャル端末出力キューファイル４１のＲＰ以降
の電文が読出されると、電文１１．はキューメモリ３１
の端末Ａ領域に、電文ｎ　７１．１は端末Ｂ領域にそれ
ぞれ新規にキューイングされる。なお、端末Ｂ領域はこ
れで満杯となり、以後、端末Ｂの電文がシーケンシャル
・キューファイル４１に入力されると、キューメモリ３
１に空きが生じるまで該キューファイル４１で待たされ
ることになる。

一方、キュ−メモリ 域はずでに満杯である。この為、タスクＢの処理でもっ
て、ＮＰが示すシーケンシャル端末出力キューファイル
４ｊの電文Ｉｌ］ｍをキューメモリ３１の端末Ｘ領域に
キューイングしようとしても、該キューイングは不可能
である。この場合、タスクＢは、シーケン７ヤル・キュ
ーファイル４］に残っている端末Ｘ以外の電文のキュー
イング処理に移り、その後、あらためて電文Ｉｎ　Ｉｎ
のキューイングを試みろことになる。

第５図はキューメモリ管理テーブル３２の詳細図である
。即ち、キューメモリ管理テーブル３２は、各端末毎に
キューメモリ内の現登録電文数情報、ＲＰ以降の電文登
録可否情報、未登録ポインタ情報を持つとともに、各端
末に共通の最新ライトポインタＷ　Ｉ）、最新リードポ
インタＲＰ及び未出カリートポインクＮＰを持って℃・
る。該キューメモリ管理テーブル３２の内容は、第４図
に示１″シーケ／シャル端末出力キューファイル４Ｉト
ギューメモリ３ｊの状態に対応する。ただし、キューメ
モ＋７３１へ登録可能な最大電文数は各端末共３ｏとし
ている。

第５図において、未登録ポインタと未出方リードポイン
タＮＰは次のような関係にある。即ち、未登録ポインタ
は各端末対応にあり、各端末毎に、シーケンシャル・キ
ューファイル４１に未出力状態で残っている電文群中の
最も若い位置（ブロック番号とレコード番号の対）を示
すものである。この各端末毎の未登録ポインタ中の最若
番のものを抽出したのが未出力リートポインタＮＰであ
る。

なお、未登録ポインタ欄の「−」は、当該端末につ（・
ではシーケンシャル・キューファイル４１に未出力で残
っている電文がないことを意味している。

次に、専用タスクＡとタスクＢの処理の詳細を説明する
。

第６図はタスクへの処理フロー図である。タスクＡはタ
イマで起動され、まずＲＰを処理装置内のワーキングレ
ジスタにセットしくステップ１００）、シーケン／キル
端末出力キューファイル４１に新規電文があるかどうか
をＲＰとＷＰを比較して判定する（ステップ１０１）。

もしＲＰ二ＷＰで新規電文がなければ、タイマをセット
して、所定の時間、処理の開始を待つ（ステップ１ｏ７
）。一方、ｆ（Ｐ（Ｗ　Ｉ）であれば、シーケンシャル
端末出力キューファイル羽でＲＰ、で示される電文を読
出す（ステップ１０２）。次に、キューメモリ管理テー
ブル３２を参照して、キューメモリ３１内の該当端末領
域が登録可能か否か調べ（１０３）、登録可能であれば
、電文を該端末領域へ新規キューイングする（　１０４
　）。次に、キューメモリ管理テーブル（ＭＴＢＬ）３
２について、該当端末に対応する現登録電文数のカウン
トアツプ、以後の電文登録可否の変更（新規キューイン
グで満杯となったら不可とする）、Ｉｔ　Ｐの更新など
を行う（ステップ１０５）。そして、ワークレジスタの
内容を歩進した後（ステップ１０６）、ステップ１０１
にもどる。一方、ステップ１０３で該半端法領域に対す
る登録不可が判定されると、そのままステップ１０５に
行（。この場合、ステップ１０５では、未登録ポインタ
の設定（該当未登録ポインタが未設定の時、］、（Ｐの
値をセットする）、Ｉ（Ｉ）の更新などが行われる。以
下、同様の動作を繰返し、ＰＲ＝ＷＰになると、タイマ
をセットして終了する。

第７図（ａ）と（１〕）はタスクＢの処理フロー図であ
る。

上記タスクＡと同様に、タスクＢもタイマで起動され、
まずＮ　１．）をワーキングレジスタにセットしくステ
ップ２００）、未出力の電力がシーケン／キル端末出力
キューファイル４Ｉにあるかどうか、ＮＰとＲＰを比較
して判定する（ステップ２０１）。もしＮ　Ｐ　＝　１
．ｔ　Ｐで未出力の電文が残っていないと、タイマをセ
ントして、所定の時間、処理の開始を待つ（ステップ２
工３）。一方、ＮＰ（ＲＰであれば、該Ｎ　Ｐで示され
る電文をシーケンシャル端末出力キューファイル４１か
ら読出しくステップ２０２）、該電文がキューメモリ３
１に登録可能か否かを、キューメモリ管理テーブル３２
を参照して調べる（ステップ２０３）。その結果、まだ
登録不可能であれば、キューメモリ管理テーブル３２の
未登録ポインタ群中のＮ　Ｐの次に若い未登録ポインタ
を読出してワーキングレジスタに七ッｌ−Ｌ　（ステッ
プ２１４）、ステップ２０１　、２０２　、２０３の処
理を繰り返す。即ち、Ｎ　Ｉ）が示している電文が登録
不可能であれば、次に若い未登録ポインタを持つ端末の
電文が処理対象となる。

ステップ２０３で登録可能が判定されると、キューメモ
リ：３１内の該当端末領域へ電文を登録しくステップ２
０４）、キューメモリ管理テーブル（Ｍ’Ｊ”Ｂ　Ｌ　
）　３２を更新する（ステップ２０５）。この時の更新
処理は、該当端末に対応する現登録電文数のカウントア
ツプ、以後の電文登録可否の変更、未登録ポインタのク
リア、及びＮＰの更新などである。なお、キューメモリ
管理テーブル３２上のＮ　Ｌ）の更新は、ＮＰの示す電
文が登録不可であればそのままとする。

次にワーキングレジスタの値を歩進しくステップ２０６
）、未出力の電文についてＲＰまで処理済か否か判定す
る（ステップ２０７）。もしＲｌ）まで処理済であれば
、タイマをセットして、所定の時間、次の未出力電文の
処理を待つ（ステップ２１５）。一方、ＲＰまで処理済
でなければ、ワーキングレジスタの値が示している次電
文が読出し済が否か判定しくステップ２０８）、読出し
済であればステップ２０６に戻るが、読出し済でなけれ
ば次のステップ２０９に行き、電文をシーケンシャル端
末出力キューファイル４１から読出す。ここで、電文が
読出し済か否かは、電文の先頭フラグに当該判定ビット
を設定することで容易にチェック可能である。次に、該
シーケンシャル端末出力キューファイル４１から読出し
た電文がキューメ−＋！’　＋）　３１に登録可能か否
か判定しくステップ２１０）、登録可能であれば、該当
端末領域へ該電文を登録しくステップ２１１）、キュー
メモリ管理テーブル３２を更新する（ステップ２１２）
。この時の更新処理はステップ２０５と同様である。一
方、登録不可であれば、該電文を未出力状態にもどして
ステップ２０６に行く。以後、ステップ２０６以降の動
作を繰返し、Ｒ］〕まで行って終了する。

このように、タスクＢの処理では、一旦、登録可能な電
文が見つかると（ステップ２０３）、以後、ＲＰまで順
次１電文ずつ、読出し済と登録可能かどうか判定して、
新規キューイングが進行していく。これは、キューメモ
リ管理テーブル３２においては、各端末毎に、最若の電
文ポインタしか登録していないため、一旦、登録可能な
電文が見っがると、それ以降、Ｐ　Ｒまでの電文中に更
にその端末の電文が存在する可能性があるためである。

なお、第６図及び第７図では、シーケンシャル端木出カ
ー１′−１−−−ファ／Ｌ−１／からの電文読出しは、
１電ヌ：、］レコード）ずつ行わり、るとしたが、ブロ
ック単位に読出してもよし・ことは云うまてもない。

〔発明の効果〕 以上の説明から明らかな如く、本発明によれば次のよう
な効果が得られる。

（１）端末出力キューファイルを、シーケン７ヤルフア
イルとした事で、外部記憶装置の有効活用につながる。

（２）　　キューメモリ、更にキューメモリ管理テーブ
ルを設けた事で、出力処理が簡便に行えるようになった
ことと共に、出力リートポインタの処理を工夫した事に
より、端末出力キューファイルをシーケン７ヤルフアイ
ルとした事に対する短所を十分に克服できる。

（３）　　キューメモリの大きさを適当に調節すること
で、各端末能力と中央処理装置負荷のノ（ランスを取る
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はオンライン情報処理システｌ、の全体構成図、
第２図及び第３図は本発明の一実施例を示す図、第４図
はシーケン７ヤル端末出力キユーフアイルとキューメモ
リの詳細図、第５図はキューメモリ管理テーブルの詳細
図、第６図及び第７図は本発明実施例の処理フロー図で
ある。 ■　・端末、　２・・中央処理装置、　３・・・主記憶
装置、　　１・・外部記憶装置、　３１　　キューメモ
リ、　３２・キューメモリ管理テーブル、　４１・・・
シーケン７ヤル端末出力キユーフアイル、Ａ　、　＋３
　、　Ｃ・・専用タスク、　　ＮＰ、ＲＰ　・リードポ
インタ、　　ＷＰ・・ライトポインタ。 第５図 オフ図（α） づ；ｉア　７　図　（ｂ）

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）中実装置と複数の端末装置を具備し、端末装置か
   らのザービス要求に対して中実装置が所望の処理を実行
   し、回答情報を該当端末装置へ送出するオンライン情報
   処理システムにお、いて、中実装置側に、前記端末装置
   への回答情報をシーケン７ヤルに次々に格納する第１メ
   モリ手段と、該第１メモリ手段の回答情報を各端末装置
   別にキューイングして格納する第２メモリ手段と、該第
   ２メモリ手段内の回答情報の格納状況を各端末装置別に
   管理する管理ファイル手段を設け、中火装置は前記管理
   ファイル手段を参照しながら前記第１メモリ手段から回
   答情報を読出して、前記第２メモリ手段の該当端末装置
   領域へ新規キューイングすると共に、該第２メモリ手段
   の回答情報を読出して端末装置へ送出することを特徴と
   するオンライン情報処理システム。
2. （２）中実装置は第１メモリ手段の回答情報を読出して
   第２メモリ手段の該当端末装置領域へ新規キューイング
   するだめの第１および第２の専用タスクを有し、第１の
   専用タスクは、第２メモリ手段に空ぎのある各端末装置
   の回答情報を次々第１メモリ手段から読出して、第２メ
   モリ手段の該当端末装置領域へ新規キューイングし、第
   ２の専用タスクは、前記第１の専用タスクで読み残した
   回答情報を第１メモリ手段から読出し、第２メモリ手段
   に空きが生じるのをまって該当端末装置領域へ新規キュ
   ーイングすることを特徴とする特許請求の範囲第１項記
   載のオンライン情報処理システム。
3. （３）管理ファイル手段は、各端末装置別に現登録回答
   情報数、以後の登録可否、第１メモリ手段の未読出しア
   ドレスを有し、更に第１および第２専用タスクが次々実
   行すべき第１メモリ手段の読出しアドレスを有している
   ことを特徴とする特許請求の範囲第２項記載のオンライ
   ン情報処理システム０