以下、図面を参照して本発明の実施の形態� ��説明する。
 図1は実施形態の一例としてのサーバ(情報� �理装置)のハードウェア構成例を示す論理ブ� ��ック図である。
 本サーバ10は、例えば、基幹システムで運� �される情報処理装置(コンピュータ)であって 、図1に示すように、CPU11-1,11-2,メモリ(MEM)12-1, 12-2,I/O(Input/Output)13-1,13-2,共通部14a,14bおよびサ ービスプロセッサ(SP)20をそなえて構成され、 ドメイン(パーティション)構造を有するシス� ��ムを実現するドメイン機能(パーティショニ ング機能)をそなえている。

 そして、本サーバ10においては、このドメ� �ン機能により、CPU11-1,11-2、メモリ12-1,12-2,I/O1 3-1,13-2を任意に組み合わせることにより複数� ��ドメイン(パーティション;パーティション� �)を構成することができるようになっている� ��
 例えば、図1に示す例においては、CPU11-1,メ� ��リ12-1およびI/O13-1を組み合わせてドメイン(� ��ーティション部)D1が構成され、CPU11-2,メモ� �12-2およびI/O13-2を組み合わせてドメイン(パ� �ティション部)D2が構成されている。

 なお、以下、CPUを示す符号としては、複� ��のCPUのうち1つを特定する必要があるときに は符号11-1,11-2を用いるが、任意のCPUを指すと きには符号11を用いる。同様に、以下、メモ� ��を示す符号としては、複数のメモリのうち1 つを特定する必要があるときには符号12-1,12-2 を用いるが、任意のメモリを指すときには符 号12を用い、又、I/Oを示す符号としては、複� ��のI/Oのうち1つを特定する必要があるときに は符号13-1,13-2を用いるが、任意のI/Oを指すと きには符号13を用いる。更に、ドメインを示� ��符号としては、複数のドメインのうち1つを 特定する必要があるときには符号D1,D2を用い� ��が、任意のドメインを指すときには符号Dを 用いる。

 また、図1に示す例においては、サーバ10� ��CPU11,メモリ12およびI/O13をそれぞれ2つずつ� �なえて構成されているが、これに限定され� �ものではなく、CPU11,メモリ12およびI/O13がそ� ��ぞれ3以上そなえられてもよく、又、これら のCPU11,メモリ12およびI/O13の数はそれぞれ異� �ってもよく、本発明の趣旨を逸脱しない範� �で種々変形して実施することができる。

 さらに、図1に示す例においては、2つのド� �インD1,D2が形成されているが、これに限定さ れるものではなく、3以上のドメインを形成� �てもよく、本発明の趣旨を逸脱しない範囲� �種々変形して実施することができる。
 ここで、ドメインは、OSが稼動する単位で� �り、1のドメインDには少なくとも1つのCPU11が そなえられるようになっている。

 共通部14a,14bは、例えば、クロスバーやク ロック,システムコントローラであり、複数(� ��実施形態では2つ)のドメインD1,D2で共通して 使用されるものである。例えば、システムコ ントローラやクロスバーは、ドメインを構成 する機能を持っており、どのCPU11、どのメモ� ��12、どのI/O13がどのドメインDに属するかを� �意に設定することができるようになってい� �。具体的には、システムコントローラおよ� �クロスバーはチップ内にテーブル(図2~図4参� ��;詳細は後述)を持っており、これらのテー� �ルに設定されたドメインの境界を越えるア� �セスが発生した場合に、そのアクセスを拒� �するようになっている。

 また、本実施形態においては、本サーバ10� �おいて故障等の障害(異常)が生じていない通 常動作時には、共通部14a(第1のシステム共通� ��)が用いられ、ドメインD1,D2により共有され� ��ようになっている。
 そして、共通部14aにおいて障害等が検出さ� ��た場合には、共通部14aに代えて共通部14bが� ��り換えて用いられるようになっている。

 共通部14b(第2のシステム共通部)は、ドメイ� ��D1,D2により共有され、縮退のために待機す� �ものであって、共通部14aにおいて故障等の� �害が生じた時に共通部14aに代えて用いられ� �ようになっている。
 この共通部14bは、共通部14aと同一もしくは� ��同一の構成をそなえ、共通部14aと共通部14b� ��は選択的に用いることができる。例えば、� ��通部14a,14bがクロックである場合には、同一 もしくは略同一の構成をそなえたクロックを 2以上そなえ、14aのクロックに異常が検出さ� �た場合には、異常が検出されたクロックに� �えて、他のクロックに切り換える縮退処理� �行なわれる。

 また、共通部14bは、共通部14aと異なる構� ��をそなえてもよい。例えば、共通部14a,14bが クロスバーである場合において、異常が検出 されていない通常状態においては2以上のク� �スバーを並行して使用し、これらの2以上の� ��ロスバーのいずれかにおいて異常が検出さ� ��た場合には、異常が検出された方のクロス� ��ーを切り離して退避させ、生き残った方の� ��ロスバーだけを用いて引き続き本サーバ10� �動作させる縮退処理を行なってもよい。

 この場合、2以上のクロスバーを並行して使 用した状態が共通部14aに相当し、異常が検出 された方のクロスバーを切り離して退避させ 、生き残った方のクロスバーだけを用いて使 用する状態が共通部14bに相当する。
 以下、共通部を示す符号としては、複数の� ��通部のうち1つを特定する必要があるときに は符号14a,14bを用いるが、任意の共通部を指� �ときには符号14を用いる。

 また、本サーバ10においては、CPU11や共通部 14は、ドメインDや共通部14における異常を検� ��する機能をそなえている。
 例えば、CPU11や共通部14は、いずれもCPU11,共 通部14の内部情報を読み出すスキャンチェー� ��機能(スキャンチェーン手段;図示省略)をそ� ��えており、例えば、内部の各ノードへのア� ��セスが可能であることを確認(診断)するこ� �により、ドメインDや共通部14の異常を検出� �ることができるようになっている。

 また、このスキャンチェーン機能は、後述� ��るサービスプロセッサ20のシステム制御手� �211により制御・実行されるようになってい� �。
 さらに、CPU11や共通部14は、サービスプロセ ッサ20に対して割り込み信号を出力する割込� ��通知機能(割込み通知手段)をそなえており� �スキャンチェーン機能により、ドメインDや� ��通部14の異常を検出した場合には、この割� �み通知機能により、サービスプロセッサ20に 対して割り込み信号を出力することにより通 知するようになっている。

 また、本サーバ10においては、構成したド� �インの構成を任意に変更することもできる� �うになっている。
 サービスプロセッサ20は、本サーバ10のシス テムを管理するサブシステムであり、図1に� �すように、マイクロプロセッサ21,JTAGコント� ��ーラ22,フラッシュROM(Read Only Memory)23および RAM(Random Access Memory)24をそなえて構成されて� ��る。

 フラッシュROM23は、サービスプロセッサ20自 身およびシステムを制御するファームウェア を格納する格納部(記憶部)であり、マイクロ� ��ロセッサ21がこのファームウェアを実行す� �ことにより、本サーバ10のシステム管理にか かる種々の機能を実現するようになっている 。
 また、このフラッシュROM23は、CPU、SCなどの ASICに対してドメインの設定を行なうための� �々の情報を格納している。

 図2~図5は実施形態の一例としてのサーバの� ��ラッシュROM23に格納されるテーブルT1~T4の例 を示す図であり、図2はテーブルT1の例を、図 3はテーブルT2の例を、図4はテーブルT3の例を 、図5はテーブルT4の例をそれぞれ示している 。
 なお、以下、図中、既述の符号と同一の符� ��は同一もしくは略同一の部分を示している� ��で、その説明は省略する。

 図2に示すテーブルT1は、CPU11を特定する� �めのCPU番号(CPU#n;nは整数)とドメインIDとの対 応関係を示すものであり、システム内に存在 するCPU11毎にエントリを持っている。なお、� ��メインIDは、ドメインDを特定するために、� ��めドメインD毎に設定された識別情報である 。又、CPU番号は、CPU11を特定するための情報� ��あって、予め各CPU11にユニークに設定され� �いる。

 図3に示すテーブルT2は、メモリ12を特定� �るためのDIMM(Dual Inline Memory Module)番号(DIMM#m ;mは整数)とドメインIDとの対応関係を示すも� ��であり、システム内に存在するメモリ12毎� �エントリを持っている。又、DIMM番号は、メ� ��リ12を特定するための情報であって、予め� �メモリ12にユニークに設定されている。

 図4に示すテーブルT3は、PCI(Peripheral Compon ents Interconnect)スロット(図示省略)を特定する ためのPCIスロット番号(PCI#s;sは整数)とドメイ ンIDとの対応関係を示すものであり、システ� ��内に存在するPCIスロット毎にエントリを持� ��ている。又、PCIスロット番号は、PCIスロッ� ��を特定するための情報であって、予め各PCI� ��ロットにユニークに設定されている。

 そして、本サーバ10においては、上述した� �ーブルT1~T3に基づいて、ASICの設定が行なわ� �るようになっている。
 図5に示すテーブルT4は、ドメインDを特定す るためのドメインIDと、そのドメインDの重要 度を示す情報である重要度フラグとの対応関 係を示すものであり、システム内に存在する ドメイン毎にエントリを持っている。又、こ の図5に示す例においては、ドメインの重要� �を示す情報として、フラグ“Y”が用いられ� ��おり、例えば、管理者他等が、そのドメイ� ��Dもしくは、そのドメインDで実行される処� �が重要であると判断した場合に、そのドメ� �ンDのドメインIDに対して、フラグ“Y”が予� ��設定されるようになっている。

 すなわち、テーブルT4は、複数のドメイン� �に設定されたドメインIDと、このドメインID� ��に、共通部14aの異常が発生した場合に共通� ��14aの縮退を行なうか否かについてのフラグ� ��Y(優先情報)”とを対応付けることにより構� ��されている。
 そして、このテーブルT4において設定され� �フラグ“Y”が、共通部14aの異常が発生した� ��合に、この共通部14aの縮退を行なうか否か� ��判断するために用いられる優先情報として� ��能するようになっており、このテーブルT4� �記憶するフラッシュROM23が、優先情報を記憶 する記憶部(記憶手段)として機能するように� ��っている。

 このテーブルT4において、重要度フラグに� �ラグ“Y”が立っている場合に、そのフラグ� ��Y”が設定されているドメインDが、システ� �にとって必須のドメインDであると判断する� ��とができる。
 そして、共通部14aにおいて異常が発生した� ��合には、マイクロプロセッサ21が、このテ� �ブルT4における重要度フラグを読み出して参 照し、フラグ“Y”が設定されたドメインDの� ��常を検出した場合には、本サーバ10の停止� �理が行なわれるようになっている。

 なお、本実施形態においては、共通部14a� ��異常が発生した場合に、この共通部14aの縮� ��を行なう場合にフラグ“Y”が優先情報とし て設定される一方で、この共通部14aの縮退を 行なわない場合には、フラグを設定しない(� �しくはフラグ“0”を設定する)ことにより、 重要度を2段階(重要もしくは非重要)に設定し ているが、これに限定されるものではなく、 例えば、ドメインDの重要度を3以上の段階で� ��し、これらの段階を特定する情報をテーブ� ��T4における重要度フラグとして設定しても� �く、本発明の趣旨を逸脱しない範囲で種々� �形して実施することができる。

 フラッシュROM23は、複数のドメインD毎に設� ��された識別情報と、この識別情報毎に、共� ��部14aの異常が発生した場合に共通部14aの縮� ��を行なうか否かについての優先情報とが対� ��付けられて格納される記憶手段として機能� ��るようになっている。
 RAM(Random Access Memory)24は、このファームウ� �アを動作させるための格納領域(メモリ)であ って、後述するマイクロプロセッサ21がファ� ��ムウェアを実行する際に、データ等を一時� ��に格納したりするようになっている。

 マイクロプロセッサ21は、フラッシュROM23 に格納されたファームウェアを実行すること により種々の機能を実現する演算装置であり 、本実施形態においては、ファームウェアを 実行することにより、前述したマルチドメイ ン機能の他、システム制御手段211,ドメイン� �退制御手段(パーティション縮退制御手段)212 ,システム共通部縮退制御手段213,再構成手段2 14および再起動処理実行手段215として機能す� ��ようになっている。

 なお、これらのシステム制御手段211,ドメ イン縮退制御手段212,システム共通部縮退制� �手段213,再構成手段214および再起動処理実行� ��段215としての機能を実現するためのプログ� ��ム(ファームウェア)は、例えばフレキシブ� �ディスク,CD(CD-ROM,CD-R,CD-RW等),DVD(DVD-ROM,DVD-RAM,D VD-R,DVD+R,DVD-RW,DVD+RW等),磁気ディスク,光ディス ク,光磁気ディスク等の、コンピュータ読取� �能な記録媒体に記録された形態で提供され� �。

 そして、サービスプロセッサ20はその記� �媒体からプログラムを読み取ってフラッシ� �ROM23等に転送し格納して用いる。又、そのプ ログラムを、例えば磁気ディスク,光ディス� �,光磁気ディスク等の記憶装置(記録媒体)に� �録しておき、その記憶装置から通信経路を� �してコンピュータに提供するようにしても� �い。又、このとき、記録媒体に記録された� �ログラムをサービスプロセッサ20が読み取っ て実行するようにしてもよい。

 なお、本実施形態において、コンピュー� ��とは、ハードウェアとオペレーティングシ� ��テムとを含む概念であり、オペレーティン� ��システムの制御の下で動作するハードウェ� ��を意味している。又、オペレーティングシ� ��テムが不要でアプリケーションプログラム� ��独でハードウェアを動作させるような場合� ��は、そのハードウェア自体がコンピュータ� ��相当する。ハードウェアは、少なくとも、C PU等のマイクロプロセッサと、記録媒体に記� ��されたコンピュータプログラムを読み取る� ��めの手段とをそなえており、本実施形態に� ��いては、サービスプロセッサ20がコンピュ� �タとしての機能を有しているのである。

 さらに、本実施形態における記録媒体と� ��ては、上述したフレキシブルディスク,CD,DVD ,磁気ディスク,光ディスク,光磁気ディスクの ほか、ICカード,ROMカートリッジ,磁気テープ,� ��ンチカード,コンピュータの内部記憶装置(RA MやROMなどのメモリ),外部記憶装置等や、バー コードなどの符号が印刷された印刷物等のコ ンピュータ読取可能な種々の媒体を利用する ことができる。

 システム制御手段211は、複数のドメインDと 共通部14aの異常検出を行なうものであり、例 えば、CPU11や共通部14aが有する割込み通知手� ��からの割込み通知により、ドメインDと共通 部14aの異常の検出を行なうようになっている 。
 また、このシステム制御手段211は、CPU11や� �通部14が有するスキャンチェーン機能を制御 することにより、ドメインDや共通部14aにお� �る異常の検出を行なうようになっている。

 ドメイン縮退制御手段212は、システム制御� ��段211によって異常が検出されたドメインDを 停止するとともに、他の正常なドメインDに� �り替える縮退制御を行なうものである。
 システム共通部縮退制御手段213は、共通部1 4aの動作を停止するとともに、システム共通� ��14bに切り替える縮退処理を行なうものであ� ��。

 再起動処理実行手段215は、本サーバ10の再� �動処理を行なうものであり、再構成手段214� �、再起動処理実行手段215による本サーバ10の 再起動処理中において、CPU11を任意のドメイ� ��Dに割り当てる再構成処理を行なうものであ る。
 そして、上述した、システム制御手段211,ド メイン縮退制御手段212,システム共通部縮退� �御手段213,再構成手段214および再起動処理実� ��手段215としての機能は、マイクロプロセッ� ��21が、JTAGコントローラ22を制御することに� �り実現される。又、これらの機能を実現す� �ためのJTAGコントローラ22の制御手法は、既� �の種々の手法を用いて実現することができ� �その詳細な説明は省略する。

 JTAGコントローラ22は、JTAG(Joint Test Action� �Group)の規格に基づいて、メインシステムのAS IC、つまり、CPU11-1,11-2,メモリ12-1,12-2,I/O13-1,13- 2および共通部14a,14bに関する種々の制御を行� ��うものであり、マイクロプロセッサ21の制� �に基づいて、ASICの状態チェックや設定を行� ��うことにより、これらの制御を実現するよ� ��になっている。

 上述の如く構成された実施形態の一例とし� ��のサーバ10における共通部14aにおいて異常� �検出された場合の処理を、図6に示すフロー� ��ャート(ステップA10~A80)に従って説明する。
 システム制御部211が、CPU11や共通部14aが有� �るスキャンチェーン機能により、共通部14a� �おける異常を検出すると、ドメイン縮退制� �手段212は、その異常の内容や検出位置に基� �いて、全てのドメインDがダウン(停止)した� �否かの判断を行なう(ステップA10)。なお、こ の全てのドメインDがダウンしたか否かの判� �は、既知の種々の手法により実現すること� �でき、その詳細な説明は省略する。

 全てのドメインDがダウンした場合には(ス� �ップA10のYESルート参照)、システム共通部縮� ��制御手段213が、共通部14aの動作を停止する� ��ともに、システム共通部14bに切り替える縮� ��処理(通常縮退処理)を行なう(ステップA70)。
 また、一部のドメインDだけがダウンした場 合には(ステップA10のNOルート参照)、ドメイ� �縮退制御手段212は、ダウンしたドメインDの� ��メインIDを取得し、この取得したドメインID をキーに、フラッシュROM23に格納されたテー� ��ルT4を検索する(ステップA20)。

 ドメイン縮退制御手段212は、テーブルT4を� �照してそのダウンしたドメインIDに対して重 要度フラグにフラグ“Y”が設定されている� �否かを確認し(ステップA30)、フラグ“Y”が� �定されていない場合には(ステップA30のNOル� �ト参照)、そのドメインDの他萎縮処理を行な う(ステップA80)。
 一方、そのドメインIDに対して重要度フラ� �にフラグ“Y”が設定されている場合には(ス テップA30のYESルート参照)、マイクロプロセ� �サ21は、システムの停止処理を行ない(ステ� �プA40)、システム共通部縮退制御手段213は、� ��通部14aの動作を停止するとともに、システ� ��共通部14bに切り替える縮退処理(通常縮退処 理)を行なう(ステップA50)。

 そして、再起動処理実行手段215は、本サー� ��10の再起動処理を行なう(ステップA60)。又、 この際、再構成手段214が、必要に応じて、再 起動処理実行手段215による本サーバ10の再起� ��処理中において、CPU11を任意のドメインDに� ��り当てる再構成処理を行なう。
 例えば、再構成手段214は、縮退されたドメ� ��ンDに割り当てられていたCPU11やメモリ12,I/O1 3を、生き残った(縮退されていない)ドメイン Dに割り当てるように再構成処理を行なう。

 その後、再起動されたサーバ10においては� �各CPU11がOSやファームウェア,その他のプログ ラムを実行することにより、サーバ10として� ��各種機能を実現するのである。
 次に、実施形態の一例としてのサーバ10の� �り具体的な実施例について説明する。
 図7~図19は実施形態の一例としてのサーバ10� ��おけるマルチドメインにかかるハードウェ� ��構成を説明するための図であり、図20は本� �ーバ10におけるFACEマップ(FACEmap)を説明する� �めの図である。

 図7は実施形態の一例としてのサーバ10のCMU� ��部の各チップのアドレス・データ線の結線� ��を示す図である。
 この図7に示す例においては、各CPU11はSC(Syst em Controller)#0~#4のそれぞれに接続されている� ��なお、SC#0~#4は、CPU11間のキャッシュの同期� ��、ドメイン設定に従ってドメインD毎のアド レスマップを管理するものであり、例えば、 どのCPU・メモリ・PCIカードをどのアドレスに 割り当てるかを管理するようになっている。

 図8は本サーバ10におけるシステム全体のア� ��レス・データの結線を示す図である。この� ��8に示す例においては、アドレスとデータを 同一バス上でやり取りするようになっており 、同一バス上を流れるパケットの種別でアド レスとデータをやり取りするようになってい る。
 なお、IOC(IO Controller)#0,#1は、PCIバスとSC間� �バス間のブリッジの役目を果たし、PCIバス� �ロトコルを制御するようになっている。XBチ ップ(XB chip)#0~#7は、SCとIOC間のパケットのや� ��取りを制御するクロスバーである。

 図9(a),(b),(c)はそれぞれ本サーバ10におけ� �、各チップで異常を検出した場合に、サー� �スプロセッサ20に割込みでこれを通知するた めの割込み線の結線例を示す図であり、図9(a )はCPU11およびSCからの各割込み線の結線例を� ��す図、図9(b)はIOC#0,#1からの各割込み線の結� ��例を示す図、図9(c)はXBチップ#0~#7からの各� �込み線の結線例を示す図である。なお、こ� �らの図9(a),(b),(c)中において、各割込み線は� �れぞれ破線で表されている。

 これらの図9(a),(b),(c)に示すように、SC,CPU11,X Bチップ#0~#7およびIOC#0,#1からの各割り込み線� ��FPGA(Field Programmable Gate Array)にそれぞれ接� �され、後述の如く、このFPGA経由でサービス� ��ロセッサ20に通知されるようになっている� �
 そして、サービスプロセッサ20は、エラー� �割込みが行なわれると、JTAGコントローラ22� �介して、各レジスタからそのエラーに関す� �詳細な情報を取得するようになっている。

 図10(a),(b),(c)はそれぞれ本サーバ10におけ� ��、各チップとFPGAとの間のJTAG接続線の結線� �を示す図であり、図10(a)はCPU11およびSCから� �各JTAG接続線の結線例を示す図、図10(b)はIOC#0 ,#1からの各JTAG接続線の結線例を示す図、図10 (c)はXBチップ#0~#7からの各JTAG接続線の結線例� ��示す図である。なお、これらの図10(a),(b),(c) 中において、各JTAG接続線はそれぞれ一点鎖� �で表されている。

 これらの図10(a),(b),(c)に示すように、SC,CPU11, XBチップ#0~#7およびIOC#0,#1からの各JTAG接続線� �FPGAにそれぞれ接続され、後述の如く、このF PGA経由でサービスプロセッサ20に通知される� ��うになっている。
 そして、各チップへの設定や各チップで発� ��した異常の詳細原因の読み取りは、このFPGA を介して行なわれるようになっている。

 図11は本サーバ10におけるシステム内のFPG A間の結線例を示す図である。この図11に示す ように、サービスプロセッサ20(XSCFU。XSCFUと� �本実施形態におけるサービスプロセッサボ� �ドの名称である)に搭載されたFPGA0が、各ボ� �ド上のFPGA1~5と接続され、これらのFPGA1~5との 間で通信を行なうことで、各ボード上のFPGA� �制御が実現されるようになっている。

 図12は本サーバ10におけるSCチップの内部構� ��を示すブロック図である。SCチップとXBチッ プとの間の通信に使用されているパケットは ECCでプロテクトされており、マルチビットエ ラーが検出されると、エラーラッチ(Error Latc h)にてエラーがラッチされるようになってい� ��。
 そして、複数のエラーラッチにおけるラッ� ��の論理和信号がFPGAへの割込み信号として出 力されるようになっている。又、これらのエ ラーラッチはJTAG経由でFPGAから読み出すこと� ��できるようになっている。

 また、ドメインの設定を行なうためのFACEmap レジスタ並びにXBとの接続を制御するCFR(ConFig uration Register)もJTAGを使用して設定されるよ� �になっている。なお、CFRについては後で詳� �するが、これによりXB PORT#0,#1をそれぞれ“e nable/disable”することができる。
 図20は本サーバ10におけるFACEマップ(FACEmap)� �具体例を示す図であり、FACEマップはこの図2 0に示すような情報をそなえたレジスタとし� �構成されている。この図20に示す例において は、FACEマップは、“Offset”,“Valid”,“DID”, “DIMM valid”,“IOC valid”および“IOC#”をそ� ��えて構成されている。

 なお、この図20に示す例においては、“Offse t+4”までの2エントリを示しているが、本例� �場合、実際には“Offset+28”までの8エントリ� ��存在し、オフセット+0がCMU#0のCPU#0、オフセ� ��ト+4がCMU#0のCPU#1…のように対応している。
 ValidはそのCPUを使用するか否かを示す情報� �あり、DIDはドメインDを特定するID(ドメインI D)である。同一のドメインIDを持つCPU11で1つ� �ドメインが構成される。

 DIMM validはビットマップ表現でどのDIMMを使� ��するかを示す情報であって、例えば、図20� �例示された0b00000001は、CMU#0-CPU#0がDIMM#0を使� �することを意味している。
 また、IOC#はそのエントリのCPU11に対応するI OCの番号であり、IOC validは、そのIOCを使用す るか否かを示す情報である。サービスプロセ ッサ20はFACEマップのドメイン設定に従い、各 CPU/DIMM/IOCのアドレスマップを制御し、他ドメ インからこれら資源へのアクセスできないよ うに監視している。なお、そのようなアクセ ス要求がCPU11あるいはIOCから発行された場合� ��は、SCはエラー応答するようになっている� �

 図13は本サーバ10におけるXBチップ(XB chip)の 内部構成例を示すブロック図である。この図 13に示す例においては、SCと同様にバスのECC� �チェックするECCチェッカ(ECC checker)がそなえ られている。
 ただし、SCとは異なり、送信と受信両方に� �れぞれECCチェッカがそなえられており、こ� �により、XBチップの内部でECCエラーが発生し たのか、XBチップの外部でECCエラーが発生し� ��のかを判別することができる。例えば、XB� �らの送信用ECCチェッカでエラーが発生した� �合には、XBチップ内部でエラーが発生してい ることがわかる。また、CMU/IOUとの接続関係� �管理するCFRがあり、これに設定することで� �CPUポート(CPU port)#0,CPUポート#1、IOUポート(IOU  port)をそれぞれ”disable”もしくは”enable”� ��ることができるようになっている。

 図14は本サーバ10におけるIOCチップの内部構 成例を示すブロック図である。この図14に示� ��ように、SCと同様に、バスのECCをチェック� �るECCチェッカとCFRが用意され、CFRによって� �CH#0/CH#1をそれぞれイネーブル(enable)もしくは ディセーブル(disable)することができるように なっている。
 図15は本サーバ10におけるCMU/IOU/BP上に搭載� �れるFPGAの内部構成を示すブロック図である� ��この図15に示す例においては、CMU/IOU/BP用のF PGAは、サービスプロセッサ20のFPGA0(図11参照)� ��の間でシリアル通信を行なうように構成さ� ��ており、受信したパケットを“パケットエ� ��コード・デコード”部で解析するようにな� ��ている。

 なお、パケットには、大別すると、割込� ��通知パケット,アクセス要求パケットおよび データ応答パケットがある。複数の割込みラ ッチ(Latch)には、それぞれ、CPU11や共通部14a,14 b等からの割込み信号が入力されるようにな� �ており、これらの複数の割込みラッチ(Latch)� ��論理和がオンになると、“パケットエンコ� ��ド・デコード”部で割込み通知パケットが� ��成され、FPGA0に対して送出される。

 サービスプロセッサ20は、これらの割込み� �ッチを確認することにより、どこから割込� �が行なわれたかを確認することにより、エ� �ーが生じたチップの特定を行ない、その後� �JTAGコントローラ22によってチップ中のレジ� �タを読んでエラーを読み、エラーの特定を� �なうのである。
 また、アクセス要求パケットをFPGA0から受� �した場合には、アドレス/データ混合・分解� ��にパケットが伝えられる。ここで、パケッ� ��のアクセスタイプが”write”であれば、パ� �ット内で指定されたアドレスに対してデー� �が書き込まれる。なお、アドレスにより指� �されるのは、リード(read)/ライト(write)問わず 割込みラッチ・マルチプレクサ、JTAG制御の� �ずれかとなる。

 一方、パケットのアクセスタイプが“read ”であれば、パケット内で指定されたアドレ スに対してリード要求が発行される。このリ ード要求に対して応答されたデータは、アド レス/データ混合・分解部を経由してパケッ� �エンコード・デコード部に伝わり、データ� �答パケットが生成される。そして、これに� �り、データがFPGA0に通知されるのである。

 JTAG制御部は、CMU/IOU/BP上のJTAGを制御するも� ��である。このJTAG制御部は、マルチプレクサ に設定を行なうことで、どのチップに対しJTA Gアクセスを行なうかを決定し、JTAG通信を行� ��うようになっている。
 図16は本サーバ10におけるサービスプロセッ サ20およびサービスプロセッサ20上のFPGA(FPGA0) のチップ内の構造を示すブロック図である。

 マルチプレクサによって、CMU/IOU/BP上のどの FPGAにアクセスを行なうのかを選択する。各Un itから割込み通知パケットを受信した場合は� ��“パケットエンコード・デコード”部で割� ��み通知であると認識後、割込みラッチに信� ��が送られる。これにより、マイクロプロセ� ��サに割込み信号がアサートされる。
マイクロプロセッサから“read”、あるいは� �write”要求を受信すると、“read”の場合は� �ドレスのみ、“write”の場合は“アドレス/� �ータ混合分解”部によりアドレスと書き込� �データがパッキングされ、パケットエンコ� �ド・デコード部に送出される。パケットエ� �コードでコード部は、アクセス要求パケッ� �を作成して、送信する。アクセスが“read”� ��あった場合、ターゲットのFPGAからデータ応 答パケットを送出するので、パケットエンコ ード・デコード部を経由してマイクロプロセ ッサにデータが返送される。

 図17~図19はそれぞれ本サーバ10におけるXB縮� ��手法を説明するための図であり、図V17は正� ��な状態(縮退前)を、又、図18および図19は縮� ��後の状態をそれぞれ示している。
 なお、CMU/IOU/XBチップ全てのport/CHは、CFRに� �って“enable”となっている。
 もし、XBチップ #1,#3,#5,#7のいずれかにおい� ��異常が発生し縮退となった場合には、これ� ��のXBチップ #1,#3,#5,#7が切り離され、図18に� �すような状態になる。

 このとき、サービスプロセッサ20からSC内の CFRへの設定により、各SCのXB port#1は”disable� �となっている。また、同様にIOC内のCFRへの� �定により、各IOCのCH#1は”disable”となってい る。
 なお、これらの図17,図18に示す例において� �、XBチップ #0~#7は、XBチップ #0,#2,#5,#4,#5,#6� �そなえた第1のクロスバーと、XBチップ #1,#3, #5,#7をそなえた第2のクロスバーとの2つのク� �スバーとを並行して使用することにより構� �されており、第1および第2のいずれかのクロ スバーにおいてエラーが発生した場合に、そ のエラーが発生したクロスバーが切り離され るのである。

 SCはXB port#0が”disable”となると、それまで port#0に送出していたパケットをport#1に送出す るようになる。又、IOCはCH#1が”disable”にな� ��と、CH#0/CH#1間のIOC内パスを”enable”にして� ��CH#1あてのパケットを、このパスを経由して 受け渡す。
 このような縮退を行なうことにより、クロ� ��バー(XB)のバス幅は半減するものの、システ ムとしての動作を継続することができるので ある。

 図19は図18に示す例とは逆に、XBチップ#0,#2,# 4,#6を縮退させた状態を示している。この図19 に示す状態は、図18に示した状態とDisableされ るポートがと反対側になっているだけで、挙 動は同じであるので、その詳細な説明は省略 する。
 そして、これらの図17~19において、図17に示 すようなXBチップ #0,#2,#5,#4,#5,#6をそなえた第 1のクロスバーと、XBチップ #1,#3,#5,#7をそな� �た第2のクロスバーとからなるXBチップ #0~#7� ��第1のシステム共通部に相当し、図18に示す� ��うな、第2のクロスバー(XBチップ #1,#3,#5,#7)� ��退避され、残った第1のクロスバー(XBチップ  #0,#2,#5,#4,#5,#6)の状態や、図19に示すような� �第1のクロスバー(XBチップ #0,#2,#5,#4,#5,#6)が� �避され、残った第2のクロスバー(XBチップ #1 ,#3,#5,#7)の状態が、第2の共通部に相当する。

 次に、実施形態の一例としてのサーバ10に� �ける各種処理を、図21~図49に示すフローチャ ートに従って説明する。
 図21は本サーバ10におけるテーブルT4への設� ��手法を説明するためのフローチャート(ステ ップB10~B60)である。
 ユーザはサービスプロセッサ20上で稼動し� �いる組み込みOSにサインオンし、このOS上で� ��マンドを起動する。

 コマンドの第1引数を変数A,第2引数を変数B� �代入する(ステップB10)。このコマンドの第1� �数はadd(設定を行なう)かdel(設定を削除する)� ��であり、第2引数は重要度フラグをオンにし たいドメインのドメインIDとなる。
 その後、A=addであるか否かの確認を行ない(� ��テップB20)、A=addである場合には(ステップB20 の“はい”ルート参照)、テーブルT4のDID#Bの� ��にYを設定して(ステップB30)処理を終了する� ��

 また、A=addではない場合には(ステップB20の� ��いいえ”ルート参照)、次に、A=delであるか� ��かの確認を行なう(ステップB40)。A=delである 場合には(ステップB40の“はい”ルート参照)� ��テーブルT4のDID#Bの値をクリアして(ステッ� �B50)処理を終了する。
 さらに、A=delではない場合には(ステップB40� ��“いいえ”ルート参照)、引数異常メッセー ジを表示させて(ステップB60)処理を終了する� ��

 そして、上述のコマンドを実行することで� ��テーブルT4に対し、どのドメインを重要と� �るのかの設定が行なわれるのである。
 図22は本サーバ10におけるハードウェア異常 発生時の処理例を説明するためのフローチャ ート(ステップC10~C40)であり、どうやって故障 箇所を特定し縮退を行なうかの概略フローを 表している。

 ASICよる割り込みが発生すると、先ず、故障 箇所の特定が行なわれ(ステップC10)、その後� ��切り離し箇所の決定が行なわれる(ステップ C20)。そして、システムリスタート範囲の決� �処理が行なわれ(ステップC30)、システムのリ スタート処理が行なわれ(ステップC40)、割り� ��みからの復帰が行なわれるのである。
 次に、図22に示した各ステップC10~C40にかか� ��各手法について詳述する。以下、各フロー� ��ャート内における、Fault1,Fault2,Fault3,Fault4,Tar get[]配列およびDegradeはそれぞれ大域変数であ り、一方、小文字1文字で表される変数は局� �変数であるものとする。

 ここで、図22に示すフローチャート中にお� �るステップC10の故障箇所特定手法を、図23~� �44に示すフローチャート(ステップD1~D214)に従 って説明する。
 故障(バス上でのECCマルチビットエラー)が� �生した場合には、FPGAを介してサービスプロ� ��ッサ20に割り込みが上がる。そこで、マイ� �ロプロセッサ21上のプログラムは、FPGA0のマ� ��チプレクサを制御し、先ず、どのFPGA上でエ ラーラッチがオンになっているかを特定する (ステップD1~D23)。これらの処理によって、ど� ��ユニットのどのチップから割り込みが上が� ��ているかが特定されるのである。

 そして、各ユニット上のFPGAのマルチプレク サを制御し、割り込みを発生しているチップ のJTAGにアクセスし、チップ内のエラーラッ� �(Error Latch)をチェックする(ステップD24~D214)� �これらの処理により、どのバス(たとえば、X Bチップ#3のXB port#0)に関連して異常が発生し� ��かが特定できる。
 また、上述の処理の過程で、特定された故� ��箇所およびバスは、Fault1、Fault2、Fault3、Faul t4の各大域変数に設定されるようになってい� ��。以上が故障箇所特定の処理内容である。

 次に、図22に示すフローチャート中におけ� �ステップC20の切り離し箇所の決定手法を、� �45に示すフローチャート(ステップE1~E14)に従� ��て説明する。
 本実施形態においては、本サーバ10におけ� �共通部14aでの故障発生時の処理に着目して� �るので、共通部14a、つまりXBチップの異常に 着目して説明を行なうものとする。

 まず、変数Degradeを定義して、この変数Degrad eに切り離すユニットを設定するものとする(� ��テップE1)。
 Fault2がXB#x(xは0~7の整数)であるか否か、すな わち、Fault2がXB#0~XB#7であるか否かを確認して (ステップE2)、Fault2がXB#0~XB#7ではない場合に� �(ステップE2の“いいえ”ルート参照)、その� ��の切り離し箇所の決定処理へ移行する(ステ ップE11)。

 また、Fault2がXB#0~XB#7である場合には(ステ ップE2の“はい”ルート参照)、次に、Fault4が “send”であるか否かを確認する(ステップE3)� ��ここで、Fault4が“send”ではない場合、すな わち、Fault4が“receive”の場合には(ステップE 3の“いいえ”ルート参照)、変数DegradeにFault3 を設定する。このように、Fault4が”receive”  の場合には、XBチップの外側、つまりSC側で� �障が発生しているので、共通部14aにおける� �障としては扱わないものとする。

 一方、Fault4が“send”の場合には(ステッ� �E3の“はい”ルート参照)、共通部14aで異常� �発生していると判断され、次に、Fault3がCMU#y (yは0、もしくは1)か否か、を確認する(ステッ プE4)。Fault3がCMU#0もしくはCMU#1である場合に� �(ステップE4の“はい”ルート参照)、m=4*y,n=0� ��設定する(ステップE5)。

 また、Fault3がCMU#0もしくはCMU#1ではない場合 には(ステップE4の“いいえ”ルート参照)、Fa ult3の内容はIOU#x(xは0、もしくは1)であるので� ��このxをyに代入して、ステップE5に移行する 。
 その後、 Fault3に示されるユニットとXBに関 連して異常が発生しているので、そのユニッ ト上に存在しているドメインをまず求める。 具体的には、テーブルT1(図2参照)におけるCPU# (m+n)に対応するDIDの番号(DID#に続く番号)をzに 代入するのである(ステップE6)。

 そして、テーブルT4(図5参照)、DID#z欄の重要 度フラグをpに代入し(ステップE7)、このp==yで あるか否かを確認することにより(ステップE8 )、故障の影響を受けているドメインの重要� �フラグを、テーブル4を使用してチェックす� ��のである。
 ここで、p==y、すなわち、重要度フラグがオ ンの場合には(ステップE8の“はい”ルート参 照)、全システムを停止する。このため、切� �離し対象を示す変数Degradeに”XB#x”(xは0~7の� ��ずれか)を代入する(ステップE14)。なお、切� ��離し対象がXBである場合、後述するシステ� �リスタート範囲決定処理が、システム全体� �リスタート対象とする。

 また、p==yではない場合には(ステップE8の “いいえ”ルート参照)、nをインクリメント( n=n+1)して(ステップE9)、n==4であるか否かを確� ��し(ステップE10の“いいえ”ルート参照)、� �テップE6に戻る。又、n==4の場合には(ステッ� ��E10の“はい”ルート参照)、切り離し箇所の 決定プロセスを完了し、変数Degradeに設定さ� �た情報が切り離すユニットを示している。

 次に、図22に示すフローチャート中にお� �るステップC30のシステムリスタート範囲決� �処理手法を、図46に示すフローチャート(ス� �ップF1~F16)に従って説明する。このシステム� ��スタート範囲決定処理では、どのドメイン� ��リスタートを行なうかを決定するものであ� ��、大域配列変数Target[]に、異常の影響を受� �てリスタートが必要なドメインを設定する� �うになっている。

 大域配列変数Target[0],Target[1],Target[2]およ� �Target[3]にそれぞれ“-1”を設定し(ステップF1 )、変数Degrade==XB#x(xは0~7のいずれか)であるか� ��かを確認する(ステップF2)。ここで、変数Deg rade==XB#x(xは0~7のいずれか)である場合には(ス� ��ップF2の“はい”ルート参照)、Target[0]に99� �設定し(ステップF6)、処理を終了する。全シ� ��テムをリスタートする場合はTarget[0]に99を� �定するのである。

 Degrade==XB#x(xは0~7のいずれか)でない場合に は(ステップF2の“いいえ”ルート参照)、次� �、Fault1==CMU#y(yは0、もしくは1)であるか否か� �確認する(ステップF3)。Fault1==CMU#y(yは0、もし くは1)である場合には(ステップF3の“はい”� ��ート参照)、m=4*y,n=0,p=0をそれぞれ設定し(ス� ��ップF4)、テーブルT1(図2参照)におけるCPU#(m+n )に対応する(CPU#(m+n)欄の)DIDの番号(DID#に続く� ��号)をzに代入する(ステップF5)。

 また、Fault1==CMU#y(yは0、もしくは1)ではない� ��合には(ステップF3の“いいえ”ルート参照) 、次に、Fault1==IOU#y(yは0、もしくは1)であるか 否かを確認する(ステップF7)。
 Fault1==IOU#y(yは0、もしくは1)でない場合には( ステップF7の“いいえ”ルート参照)、次に、 Fault1=CMU#y(yは0、もしくは1)であるか否かを確� ��する(ステップF8)。

 ここで、Fault1==IOU#y(yは0、もしくは1)である� ��合や(ステップF7の“はい”ルート参照)、Fau lt1==CMU#y(yは0、もしくは1)である場合には(ス� �ップF8の“はい”ルート参照)、ステップF4に 移行する。
 また、Fault1==CMU#y(yは0、もしくは1)ではない� ��合には(ステップF8の“いいえ”ルート参照) 、Fault3の内容はIOU#x(xは0、もしくは1)である� �で、このxをyに代入して(ステップF9)、ステ� �プF4に移行する。

 その後、z==Target[0]であるか否かを確認し� ��(ステップF10)、z==Target[0]ではない場合には(� ��テップF10の“いいえ”ルート参照)、z==Target [1]であるか否かを確認し(ステップF11)、更に� ��z==Target[1]ではない場合には(ステップF11の“ いいえ”ルート参照)、z==Target[2]であるか否� �を確認する(ステップF12)。z==Target[2]ではない 場合には(ステップF12の“いいえ”ルート参� �)、z==Target[3]であるか否かを確認し(ステップ F13)、z==Target[3]ではない場合には(ステップF13� ��“いいえ”ルート参照)、Target[p]にzを設定� �るとともに(Target[p]=z)、pをインクリメント(p= p+1)して(ステップF14)、更に、nをインクリメ� �ト(n=n+1)する(ステップF15)。

 なお、z==Target[0]である場合や(ステップF10の “はい”ルート参照)、z==Target[1]である場合(� ��テップF11の“はい”ルート参照)、z==Target[2] である場合や(ステップF12の“はい”ルート� �照)、z==Target[3]である場合には(ステップF13の “はい”ルート参照)、ステップF15に移行す� �。
 そして、n==4であるか否かを確認して(ステ� �プF16)、n==4ではない場合には(ステップF16の� �いいえ”ルート参照)、ステップF10に戻る。� ��、n==4である場合には(ステップF16の“はい� �ルート参照)、処理を終了する。

 本実施形態においては、縮退するユニッ� ��とリスタートの対象となるユニットは全シ� ��テムリスタートを除いて一致するので、Degr ade変数をキーにリスタートするドメインを選 択するのである。なお、なぜドメイン単位の 処理を行なうかというと、例えば、CMU#0のCPU# 0とCMU#1のCPU#1が同じドメインで、リスタート� ��象がCMU#1の場合、CMU#0のCPU#0も同時にリスタ� ��トしなければならないためである。

 次に、図22に示すフローチャート中におけ� �ステップC40のシステムリスタート処理手法� �、図47~図49に示すフローチャート(ステップG1 ~G57)に従って説明する。
 このシステムリスタート処理は、Target[]変� �の設定を元に行なわれ(ステップG1)、例えば� ��Target[0]==99の場合には(ステップG1の“はい” ルート参照)、全てのCPU11やIOC,XB等を停止させ て(ステップG10~G12)、切り離し箇所の決定プロ セスにおいて設定された変数Degradeに基づい� �一部のXBを縮退させた上で(ステップG13~G17,G20 ~G22)、CPU11やIOCの再起動処理を行なう(ステッ� ��G18,G19)。

 また、Target[0]==99ではない場合には(ステッ� �G1の“いいえ”ルート参照)、図46に示すフロ ーチャートにおいて設定されたシステムリス タート範囲について、対象のCPU/IOCをいった� �、全て切り離し、その再起動することによ� �行なうステップG2~G9,G23~G57)。
 さらに、この際、ユニットを切り離すため� ��Degrade変数の設定をもとにテーブルT1~T3の設� ��の書き換えも行なうようになっている(ステ ップG29~G38)。なお、CPU/IOC/XBそれぞれの停止・ 起動処理については、一般的な大型コンピュ ータの起動停止処理と同じであるので、その 詳細についての説明は省略する。

 このように、実施形態の一例としてのサ� ��バ10によれば、システム制御手段211により� �通部14aの異常が検出された場合において、� �ーブルT4において重要度フラグにフラグ“Y(� ��先情報)”が設定されたドメインDの異常を� �出した場合には、本サーバ10の停止処理を行 ない、共通部14aの動作を停止するとともに、 共通部14bに切り替える縮退処理を行なうこと により、本サーバ10の復旧を迅速に行なうこ� ��ができ、テーブルT4において重要度フラグ� �フラグ“Y”が設定されたドメインDにおいて 行なわれていた処理を迅速に再開することが できる。

 また、テーブルT4において重要度フラグに� �ラグ“Y”が設定されたドメインD以外のドメ インDについて異常を検出した場合には、異� �を検出したドメインDの縮退処理を行なうこ� ��により、フラグ“Y”が設定されたドメイン Dを停止することがなく、このドメインDにお� ��て行なわれていた処理を続行することがで� ��る。
 さらに、ドメインDが有するCPU11や共通部14a� ��それぞれ割込み通知手段を有し、システム� ��御手段211がこれらの割込み通知手段からの� ��込み通知により、ドメインDと共通部14aの異 常の検出を行なうことにより、ドメインDや� �通部14aの異常の検出を迅速に行なうことが� �きる。

 ドメインDが有するCPU11と共通部14aが、CPU11� �共通部14aの内部情報を読み出すスキャンチ� �ーン手段を有し、システム制御手段211がこ� �スキャンチェーン手段を制御することによ� �、ドメインDと共通部14aの異常の検出を行な� ��ことにより、ドメインDと共通部14aの異常の 検出を迅速に行なうことができる。
 そして、本発明は上述した実施形態に限定� ��れるものではなく、本発明の趣旨を逸脱し� ��い範囲で種々変形して実施することができ� ��。

 上述した実施形態においては、共通部14a,14b がクロスバーである場合について例示して説 明しているが、これに限定されるものではな く、例えば、クロック等、コンピュータにそ なえられる他の部品において障害が生じた場 合についても適用することができる。
 また、上述した実施形態においては、CPU11� �共通部14のスキャンチェーン機能により、ド メインDや共通部14の異常を検出しているが、 これに限定されるものではなく、他の種々の 手法により、ドメインDや共通部14における異 常(障害)を検出してもよい。

 なお、本発明の実施形態が開示されてい� ��ば、本発明を当業者によって実施・製造す� ��ことが可能である。