DE112014005348T5 - Computer und Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren - Google Patents

Computer und Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren Download PDF

Info

Publication number
DE112014005348T5
DE112014005348T5 DE112014005348.1T DE112014005348T DE112014005348T5 DE 112014005348 T5 DE112014005348 T5 DE 112014005348T5 DE 112014005348 T DE112014005348 T DE 112014005348T DE 112014005348 T5 DE112014005348 T5 DE 112014005348T5
Authority
DE
Germany
Prior art keywords
hypervisor
guest
request
cpu
physical
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Withdrawn
Application number
DE112014005348.1T
Other languages
English (en)
Inventor
Sachie Tajima
Tadashi Takeuchi
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Hitachi Ltd
Original Assignee
Hitachi Ltd
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Hitachi Ltd filed Critical Hitachi Ltd
Publication of DE112014005348T5 publication Critical patent/DE112014005348T5/de
Withdrawn legal-status Critical Current

Links

Images

Classifications

    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
    • G06F9/45533—Hypervisors; Virtual machine monitors
    • G06F9/45558—Hypervisor-specific management and integration aspects
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
    • G06F9/5061—Partitioning or combining of resources
    • G06F9/5077—Logical partitioning of resources; Management or configuration of virtualized resources
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/0703—Error or fault processing not based on redundancy, i.e. by taking additional measures to deal with the error or fault not making use of redundancy in operation, in hardware, or in data representation
    • G06F11/0706—Error or fault processing not based on redundancy, i.e. by taking additional measures to deal with the error or fault not making use of redundancy in operation, in hardware, or in data representation the processing taking place on a specific hardware platform or in a specific software environment
    • G06F11/0712—Error or fault processing not based on redundancy, i.e. by taking additional measures to deal with the error or fault not making use of redundancy in operation, in hardware, or in data representation the processing taking place on a specific hardware platform or in a specific software environment in a virtual computing platform, e.g. logically partitioned systems
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
    • G06F9/5005—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request
    • G06F9/5011—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resources being hardware resources other than CPUs, Servers and Terminals
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
    • G06F9/5005—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request
    • G06F9/5011—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resources being hardware resources other than CPUs, Servers and Terminals
    • G06F9/5022—Mechanisms to release resources
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
    • G06F11/1479—Generic software techniques for error detection or fault masking
    • G06F11/1482—Generic software techniques for error detection or fault masking by means of middleware or OS functionality
    • G06F11/1484—Generic software techniques for error detection or fault masking by means of middleware or OS functionality involving virtual machines
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/30—Monitoring
    • G06F11/34—Recording or statistical evaluation of computer activity, e.g. of down time, of input/output operation ; Recording or statistical evaluation of user activity, e.g. usability assessment
    • G06F11/3409—Recording or statistical evaluation of computer activity, e.g. of down time, of input/output operation ; Recording or statistical evaluation of user activity, e.g. usability assessment for performance assessment
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
    • G06F9/45533—Hypervisors; Virtual machine monitors
    • G06F9/45558—Hypervisor-specific management and integration aspects
    • G06F2009/45579—I/O management, e.g. providing access to device drivers or storage
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
    • G06F9/45533—Hypervisors; Virtual machine monitors
    • G06F9/45558—Hypervisor-specific management and integration aspects
    • G06F2009/45583—Memory management, e.g. access or allocation

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Software Systems (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Quality & Reliability (AREA)
  • Mathematical Physics (AREA)
  • Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
  • Hardware Redundancy (AREA)
  • Debugging And Monitoring (AREA)
  • Multi Processors (AREA)

Abstract

In einem Computer wird außer einem Hypervisor ein einfacher Hypervisor betrieben. In dem einfachen Hypervisor wird ein Gast-OS betrieben, dessen Weiterbetrieb garantiert werden muss, wenn in dem Hypervisor ein Fehler auftritt, und die anderen Gast-OS werden in dem Hypervisor betrieben. Der Hypervisor führt eine Betriebsmittelplanung (eine Bestimmung von Betriebsmitteln, die jedem Gast-OS zuzuweisen sind oder deren Zuweisung zu ihm aufzuheben ist) aus und der einfache Hypervisor führt anstelle des einfachen Hypervisors eine Zuweisung oder Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln zu oder von dem Gast-OS, deren Weiterbetrieb garantiert werden muss, aus.

Description

  • [Technisches Gebiet]
  • Die vorliegende Erfindung bezieht sich allgemein auf die Hypervisor-basierte Betriebsmittelplanung.
  • [Stand der Technik]
  • Ein Computer, der unter Verwendung eines Hypervisors mehrere Gast-OS betreibt, ist bekannt. In einem solchen Computer wird die Menge an Betriebsmitteln, die jedem Gast-OS zugewiesen werden, unter Verwendung der dynamischen Betriebsmittelplanungsfunktion des Hypervisors in Übereinstimmung mit einer Last eingestellt. Allgemeine Beispiele für Betriebsmittel enthalten physikalische Speicher und physikalische CPUs (Zentraleinheiten). Darüber hinaus ist ein Computer bekannt, in dem mehrere Gast-OS in demselben Gehäuse vorhanden sind.
  • In Abhängigkeit von einer Anwendung, auf die ein solcher Computer angewendet wird, ist eine garantierte Hochverfügbarkeit wesentlich. Ein Beispiel einer solchen Anwendung ist eine geschäftskritische Anwendung. Ein Hypervisor ist ein Mechanismus (üblicherweise ein Computerprogramm oder eine Hardwareschaltung, in die ein Computerprogramm eingebettet ist) mit vielen Funktionen. Somit ist es schwierig, die Verfügbarkeit des Hypervisors auf ein solches Niveau zu heben, dass der Hypervisor auf eine geschäftskritische Anwendung angewendet werden kann. Somit ist es allgemein schwierig, einen Hypervisor in einem geschäftskritischen Computer zu installieren.
  • NPL 1 offenbart ein Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren. In Übereinstimmung mit diesem Verfahren führt ein CPU-Scheduler (ein Beispiel für einen Betriebsmittel-Scheduler) eines Hypervisors dieselbe Operation wie ein CPU-Scheduler eines OS (Betriebssystems) aus.
  • Ein Hypervisor stellt virtuelle Ausführungsumgebungen (virtuelle Computer) bereit und behandelt Prozesse eines Gast-OS, das in einer virtuellen CPU jedes virtuellen Computers arbeitet, als Prozessoren. Der CPU-Scheduler in einer physikalischen CPU bestimmt, welches Gast-OS (welcher Prozessor) geplant werden soll. Ferner führt der Hypervisor außerdem einen Prozess (einen Betriebsmittel-Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess) des Umschaltens des Ausführungskontexts in der physikalischen CPU aus.
  • [Liste der Entgegenhaltungen]
  • [Nicht-Patent-Literatur]
    • [NPL 1] VMware Inc., ”The CPU scheduler in VMware vSphere 5.1”, VMware technical white paper, 2013.
  • [Zusammenfassung der Erfindung]
  • [Technisches Problem]
  • Wenn in dem Verfahren in dem Hypervisor ein Fehler auftritt, können alle Gast-OS nicht weiterarbeiten. Dies liegt daran, dass der Prozess des Abfertigens und Vorbelegens von Betriebsmitteln (des Zuweisens und Aufhebens der Zuweisung von Betriebsmitteln) zu und von dem Gast-OS wegen eines Fehlers in dem Hypervisor nicht ausgeführt wird. Alle Gast-OS können keine Betriebsmittel (CPUs, Speicher und dergleichen) verwenden, die für Operationen erforderlich sind, und können nicht weiterarbeiten.
  • [Lösung des Problems]
  • In einem Computer arbeitet zusätzlich zu einem Hypervisor ein einfacher Hypervisor. Der Hypervisor weist eine Funktion zum Emulieren mehrerer Betriebsmittel einschließlich eines oder mehrerer physikalischer Speicher und mehrerer physikalischer CPUs und eine Funktion zum Planen von Betriebsmitteln (zum Bestimmen eines Betriebsmittels, das jedem Gast-OS zuzuweisen ist oder dessen Zuweisung von ihm aufzuheben ist) auf. Der einfache Hypervisor weist eine Agentenfunktion zum Zuweisen oder Aufheben der Zuweisung von Betriebsmitteln zu dem Gast-OS oder von dem Gast-OS anstelle des Hypervisors auf. In dem einfachen Hypervisor arbeitet ein erstes Gast-OS (z. B. ein Gast-OS, dessen weitere Operationen garantiert werden müssen, wenn in dem Hypervisor ein Fehler auftritt) und in dem Hypervisor arbeitet ein zweites Gast-OS (ein von dem ersten Gast-OS verschiedenes Gast-OS). Der Hypervisor führt die Betriebsmittelplanung aus und der einfache Hypervisor führt die Zuweisung oder Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln zu oder von dem ersten Gast-OS anstelle des einfachen Hypervisors aus.
  • [Vorteilhafte Wirkungen der Erfindung]
  • Die weiteren Operationen des ersten Gast-OS können garantiert werden, selbst wenn in dem Hypervisor ein Fehler auftritt.
  • [Kurzbeschreibung der Zeichnungen]
  • 1 stellt eine Systemkonfiguration dar, die in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung genutzt wird.
  • 2 stellt eine Hardwarekonfiguration dar, die in einem praktischen Beispiel der vorliegenden Erfindung genutzt wird.
  • 3 stellt eine Datenstruktur eines Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderungsprotokolls dar.
  • 4 stellt eine Datenstruktur eines CPU-Zuweisungszustands dar.
  • 5 stellt eine Datenstruktur eines Speicherzuweisungszustands dar.
  • 6 stellt eine Datenstruktur eines Hypervisor-Kontextablagebereichs dar.
  • 7 stellt eine Datenstruktur eines Hypervisoragent-Kontextablagebereichs dar.
  • 8 stellt eine Anordnung von Codebereichen und Stapelbereichen dar, die während eines Abfertigungs-/Vorbelegungsprozesses verwendet werden.
  • 9 stellt eine Datenstruktur einer Adressenumsetzungstabelle dar.
  • 10 stellt eine Datenstruktur einer CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle dar.
  • 11 stellt eine Datenstruktur einer Speichernutzungshistorien-Managementtabelle (1001) dar.
  • 12 stellt einen Ablaufplan eines CPU-Schedulers (während eines regulären Starts) dar.
  • 13 stellt einen Betriebsablauf eines CPU-Schedulers dar (wenn von einem CPU-Abfertigungsagenten ein Trap-Rücksprungbefehl eingereicht wird).
  • 14 stellt einen Betriebsablauf eines CPU-Abfertigungsagenten und des CPU-Schedulers eines ersten Gast-OS dar (wenn eine Abfertigungsanforderung eingereicht wird).
  • 15 stellt einen Betriebsablauf eines CPU-Abfertigungsagenten und des CPU-Schedulers eines ersten Gast-OS dar (wenn eine Vorbelegungsanforderung eingereicht wird).
  • 16 stellt einen Betriebsablauf eines Speicher-Schedulers dar.
  • 17 stellt einen Betriebsablauf eines Speicherabfertigungsagenten und des Speicher-Schedulers eines ersten Gast-OS dar.
  • 18 stellt einen Betriebsablauf einer Einheit zur Ausführung privilegierter Befehle und eines zustandslosen CPU-Emulators dar.
  • 19 stellt einen Betriebsablauf einer Neustartsteuerung (während des regulären Starts) dar.
  • 20 stellt einen Betriebsablauf einer Neustartsteuerung (während des Neustarts) dar.
  • [Beschreibung von Ausführungsformen]
  • Im Folgenden wird eine Ausführungsform beschrieben.
  • Obwohl Informationen in der folgenden Beschreibung häufig als der Ausdruck einer ”kkk-Tabelle” beschrieben sind, können Informationen als eine andere Datenstruktur als die Tabelle ausgedrückt werden. Um zu zeigen, dass die Informationen nicht von einer Datenstruktur abhängen, kann die ”kkk-Tabelle” als ”kkk-Informationen” bezeichnet werden.
  • In der folgenden Beschreibung kann es Fälle geben, dass die Verarbeitung unter Verwendung eines ”Programms” als das Objekt beschrieben ist. Da die Verarbeitung allerdings ausgeführt wird, während ein Ablagebetriebsmittel (z. B. ein Speicher) und/oder eine Kommunikationsschnittstellenvorrichtung (z. B. ein Kommunikationsport) verwendet werden, wie sie notwendig sind, wenn ein Programm durch eine physikalische CPU ausgeführt wird, kann die physikalische CPU ebenfalls als das Objekt der Verarbeitung verwendet werden. Umgekehrt ist zu verstehen, dass die unter Verwendung der physikalischen CPU als das Objekt beschriebene Verarbeitung durch Ausführung eines oder mehrerer Programme ausgeführt wird. Darüber hinaus kann eine physikalische CPU eine Hardwareschaltung enthalten, die einen Teil oder alle der Prozesse ausführt, die durch den Prozessor ausgeführt werden, und die jeder Kern eines Mehrkernprozessors sein kann. Ein Computerprogramm kann von einer Programmquelle in jeweiligen Computer installiert werden. Die Programmquelle kann z. B. ein Programmverteilungsserver oder ein Ablagemedium sein.
  • 1 stellt eine Übersicht über eine Ausführungsform dar.
  • Ein Computer 201 enthält mehrere physikalische CPUs 111 und mehrere Betriebsmittel (physikalische Betriebsmittel), einschließlich physikalischer Speicher 112 und 113. Der physikalische Speicher 112 ist ein Beispiel eines ersten physikalischen Speicherbereichs und der physikalische Speicher 113 ist ein Beispiel eines zweiten physikalischen Speicherbereichs. Die physikalischen Speicher 112 und 113 können mehrere Speicherbereiche sein, die von Speicherbereichen eines integrierten physikalischen Speichers gesichert sind.
  • Zusätzlich zu einem Hypervisor 101 enthält der Computer 201 einen Hypervisoragenten 102, wobei sie eine virtuelle Computerumgebung bereitstellen. Der Hypervisoragent 102 ist ein Beispiel eines einfachen Hypervisors. In einen virtuellen Computer, der durch den Hypervisoragenten 102 bereitgestellt wird, arbeitet ein erstes Gast-OS 103 und in einem virtuellen Computer, der durch den Hypervisor 101 bereitgestellt wird, arbeitet ein zweites Gast-OS 104. Die Betriebsmittelplanung der dynamischen Zuweisung oder Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln wird in dem ersten und in dem zweiten Gast-OS 103 und 104 ausgeführt. In der vorliegenden Ausführungsform enthalten Beispiele für Betriebsmittel, die dynamisch zugewiesen werden oder deren Zuweisung dynamisch aufgehoben wird, physikalische CPUs und Speicherbereiche (in der vorliegenden Ausführungsform gelegentlich als ”Seiten” bezeichnet).
  • Das für Operationen des Hypervisoragenten 102 verwendete Betriebsmittel kann unter den mehreren Betriebsmitteln nur das Betriebsmittel sein, das das erste Gast-OS 103 verwenden kann (d. h., das der Hypervisor 101 nicht verwendet). Der Hypervisoragent 102 kann durch Aktualisieren einer Adressenumsetzungstabelle 134, die die Entsprechung zwischen einer logischen Adresse (in der vorliegenden Ausführungsform der Nummer einer physikalischen Seite des Gasts), die von einem Gast-OS bestimmt wird, und einer physikalischen Adresse (in der vorliegenden Ausführungsform einer Nummer der physikalischen Seite des Hosts), die der logischen Adresse entspricht, zeigt, virtualisieren. Auf diese Weise ist es möglich, einen Speicherbereich (eine Seite), auf die das erste Gast-OS 103 zugreifen kann, zu steuern. Die Adressenumsetzungstabelle 134 kann z. B. eine EPT-Tabelle (Erweiterungsseitentabelle) oder eine DWAR-Tabelle (DMA-Neuzuordnungstabelle (Speicherdirektzugriffs-Neuzuordnungstabelle)) sein.
  • Obwohl der Hypervisor 101 die Betriebsmittelplanung bestimmt, wird die Zuweisung oder die Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln in Bezug auf das erste Gast-OS 103 anstatt durch den Hypervisor durch den Hypervisoragenten 102 ausgeführt.
  • Der Hypervisor 101 reicht durch Schreiben der Anforderung in einen nichtflüchtigen Bereich (nichtflüchtigen Ablagebereich) 114 eine Betriebsmittel-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung (Zuweisungs-/Zuweisungsaufhebungsanforderung) ein. Der Hypervisoragent 102 liest die Anforderung aus dem nichtflüchtigen Bereich 114 und führt einen der Anforderung entsprechenden Prozess aus. Anstelle des nichtflüchtigen Bereichs 114 kann ein flüchtiger Ablagebereich genutzt werden. Darüber hinaus kann der nichtflüchtige Bereich 114 außerhalb des Computers 201 (siehe 2) vorgesehen sein.
  • Falls die Anforderung eine CPU-Abfertigungsanforderung ist, wird der Kontext der physikalischen CPU eines Abfertigungsziels von dem Hypervisor 101 zu dem Hypervisoragenten 102 umgeschaltet und arbeitet die physikalische CPU in dem Hypervisoragenten 102. Ferner benachrichtigt der Hypervisoragent 102 das erste Gast-OS 103, dass die physikalische CPU verwendbar geworden ist. Im Ergebnis kann das erste Gast-OS 103 in der physikalischen CPU zu arbeiten beginnen.
  • Falls die Anforderung eine Vorbelegungsanforderung der physikalischen CPU ist, benachrichtigt der Hypervisoragent 102 das erste Gast-OS 103, dass die physikalische CPU unverwendbar geworden ist. Im Ergebnis arbeitet das erste Gast-OS 103 in der physikalischen CPU nicht. Ferner wird der Kontext der physikalischen CPU des Vorbelegungsziels von dem Hypervisoragenten 102 zu dem Hypervisor 101 umgeschaltet.
  • Falls die Anforderung eine Speicherabfertigungsanforderung oder eine Speichervorbelegungsanforderung ist, wird ein Prozess des Aktualisierens der Adressenumsetzungstabelle 134 in der Weise, dass der Zugriff des ersten Gast-OS 103 auf den bestimmten Speicherbereich freigegeben oder gesperrt wird, ausgeführt. In diesem Fall sendet der Hypervisoragent 102 an das erste Gast-OS 103 eine Benachrichtigung und kann das erste Gast-OS 103 erkennen, dass der Zugriff auf den Speicherbereich freigegeben oder gesperrt ist.
  • In der durch den Hypervisoragenten 102 bereitgestellten virtuellen Computerumgebung werden die physikalischen Speicher 112 und 113 virtualisiert, während die physikalischen CPUs nicht virtualisiert werden. Das heißt, das erste Gast-OS 103 belegt ein Register 115 in der physikalischen CPU 111 und führt es aus, während es das Register allein aktualisiert. Allerdings greift das erste Gast-OS 103 mit Hilfe der Adressenumsetzungstabelle 134 auf die physikalischen Speicher 112 und 113 zu. In diesem Fall wird der Adressenraum des physikalischen Speichers umgesetzt und kann das erste Gast-OS 103 die Anwesenheit eines teilweisen physikalischen Speichers (Speicherbereichs) nicht erkennen.
  • Um eine dynamische Betriebsmittelplanung zu verwirklichen, enthält der Hypervisor 101 einen CPU-Scheduler 121 und einen Speicher-Scheduler 122. Diese Scheduler bestimmen die Zuweisung der physikalischen CPU 111 und der physikalischen Speicher 112 und 113 zu dem ersten und zu dem zweiten Gast-OS 103 und 104.
  • Der Hypervisoragent 102 enthält einen CPU-Abfertigungsagenten 126, einen Speicherabfertigungsagenten 125 und einen zustandslosen CPU-Emulator 124.
  • Der Scheduler führt den Prozess des Abfertigens der physikalischen CPU (111) und der physikalischen Speicher 112 und 113 für das erste Gast-OS nicht allein aus, sondern reicht mit Hilfe des nichtflüchtigen Bereichs 114 eine Betriebsmittel-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung ein. Durch Bezugnahme auf diese Anforderung führt der CPU-Abfertigungsagent 126 oder der Speicherabfertigungsagent 125 des Hypervisoragenten 102 den CPU/Speicher-Abfertigungsprozess aus.
  • Ein CPU-Abfertigungsprozess umfasst das Umschalten des Ausführungskontexts der physikalischen CPU 111. Auf diese Weise wird das in der physikalischen CPU 111 arbeitende Gast-OS umgeschaltet. Darüber hinaus umfasst ein Speicherabfertigungsprozess das Einstellen (Aktualisieren) der Adressenumsetzungstabelle 134. Auf diese Weise ist es möglich, neue Bereiche des physikalischen Speichers 112, auf die von dem ersten Gast-OS 103 zugegriffen werden soll, teilweise freizugeben oder zu sperren. Das erste Gast-OS 103 enthält einen Gast-CPU-Scheduler 129, einen Gast-Speicher-Scheduler 128 und eine Einheit 127 zur Ausführung privilegierter Befehle. Um den Abfertigungsprozess zu verwirklichen, führt der Hypervisoragent 102 eine Zusammenarbeit mit dem Gast-CPU-Scheduler 129 und mit dem Speicher-Scheduler 128 aus.
  • Mit der oben beschriebenen Konfiguration ist es möglich, eine dynamische Planung von CPU/Speicher-Betriebsmitteln zu verwirklichen, die von dem ersten und von dem zweiten Gast-OS 103 und 104 verwendet werden.
  • In einer in der vorliegenden Ausführungsform genutzten Systemkonfiguration führt das erste Gast-OS 103 Prozesse direkt in der physikalischen CPU 111 aus. Allerdings können privilegierte Befehle des ersten Gast-OS 103 in Abhängigkeit von der physikalischen CPU 111 abgefangen werden, wenn eine Speichervirtualisierungsfunktion der Adressenumsetzungstabelle 134 verwendet wird. Um in solchen Fällen die direkte Ausführung zu garantieren, enthält der Hypervisoragent 102 den oben beschriebenen zustandslosen CPU-Emulator 124. Der zustandslose CPU-Emulator 124 führt einen Prozess des Aktualisierens des Registers 115 in der physikalischen CPU 111 in Abhängigkeit von dem abgefangenen privilegierten Befehl aus.
  • Um zu ermöglichen, dass das erste Gast-OS 103 und der Hypervisoragent 102 weiterarbeiten, und um zu ermöglichen, dass der Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 neu starten und Prozesse weiter ausführen, selbst wenn in dem Hypervisor 101 ein Fehler auftritt, sind der Hypervisoragent 102 und das erste Gast-OS 103 in einem Schutzbereich des physikalischen Speichers 112 (d. h. in einem Bereich, in den der Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 keine Daten schreiben können) angeordnet. In diesem Bereich können der Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 keine Daten oder Codes zerstören. Darüber hinaus enthält der Hypervisor 101 eine Neustartsteuerung 123. Der nichtflüchtige Bereich 114 speichert eine Anforderungsprotokolltabelle 131, eine CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 und eine Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 und die Neustartsteuerung 131 nimmt auf diese in dem nichtflüchtigen Bereich 114 gespeicherten Informationseinheiten 131 bis 133 Bezug. Die Neustartsteuerung 123 führt eine Bereitschaft aus, bis die den in der Anforderungsprotokolltabelle 131 registrierten eingereichten Anforderungen entsprechenden Prozesse abgeschlossen sind. Ferner führt die Neustartsteuerung 123 diese Startprozesse nur unter Verwendung der CPUs/Speicher aus, die der Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 in Übereinstimmung mit einem CPU-/Speicherzuweisungszustand verwenden können.
  • Die Abfertigung von Betriebsmitteln, die durch das erste Gast-OS 103 verwendet werden, wird anstatt durch den Hypervisor 101 durch den Hypervisoragenten 102 ausgeführt. Darüber hinaus wird die CPU-Emulation während der Ausführung des ersten Gast-OS 103 anstatt durch den Hypervisor 101 ebenfalls durch den Hypervisoragenten 102 ausgeführt. Das heißt, selbst wenn in dem Hypervisor 101 ein Fehler auftritt, können das erste Gast-OS 103 und der Hypervisoragent 102 weiterarbeiten. Die durch den Hypervisoragenten 102 bereitgestellten Funktionen sind kleiner (z. B. weitaus kleiner) als jene des Hypervisors 101. Somit wird betrachtet, dass das erste Gast-OS 103 leicht weiterarbeiten kann, selbst wenn in dem Hypervisor 101 ein Fehler auftritt.
  • Die Anforderungsprotokolltabelle 131, die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 und die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 sind in dem nichtflüchtigen Bereich 114 gespeichert, so dass auf diese Tabellen sogar Bezug genommen werden kann, nachdem der Hypervisor 101 neu gestartet worden ist. Mit dieser Konfiguration können das zweite Gast-OS 104 und der Hypervisor 101 sogar erst neu starten und die Ausführung von Prozessen fortsetzen, nachdem in dem Hypervisor ein Fehler aufgetreten ist.
  • Im Folgenden wird die vorliegende Ausführungsform ausführlich beschrieben.
  • 2 stellt eine Hardwarekonfiguration des Computers 201 dar.
  • Programme wie etwa das erste Gast-OS 103, der Hypervisoragent 102, das zweite Gast-OS 104 und der Hypervisor 101 sind in den physikalischen Speichern 112 und 113 des Computers 201 angeordnet. Die physikalischen Speicher 112 und 113 sind über einen CPU-Bus 202 mit mehreren physikalischen CPUs 111 verbunden, um miteinander zu kommunizieren. Wenigstens eine der mehreren physikalischen CPUs 111 liest die Programme und führt sie aus. Die Adressenumsetzungstabelle 134 ist in den physikalischen Speichern 112 und 113 angeordnet und wird zum Steuern der Adressenumsetzung für den Speicherzugriff verwendet, wenn das erste und das zweite Gast-OS 103 und 104 ausgeführt werden. Die Anforderungsprotokolltabelle 131, die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132, die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 sind in dem nichtflüchtigen Bereich 114 angeordnet. Der Computer 102 enthält einen E/A-Controller (Eingabe/Ausgabe-Controller) 203, wobei von einem in der physikalischen CPU 111 ausgeführten Programm über den E/A-Controller 203 und ein E/A-Kabel 204 auf den nichtflüchtigen Bereich 114 zugegriffen werden kann. Zum Beispiel reicht das Programm eine E/A-Anforderung an den E/A-Controller 203 ein, wenn Leseoperationen ausgeführt werden. Der E/A-Controller 203 liest über das E/A-Kabel 204 Daten in dem nichtflüchtigen Bereich 114 und schreibt die gelesenen Daten über den CPU-Bus 202 in die physikalischen Speicher 112 und 113. Ein in der physikalischen CPU 111 arbeitendes Programm erfasst die über den CPU-Bus 202 geschriebenen Daten. Das E/A-Kabel 204 kann ein Kabel eines Kommunikationsnetzes sein.
  • 3 stellt eine Konfiguration der Anforderungsprotokolltabelle 131 dar.
  • Die Anforderungsprotokolltabelle 131 ist eine Tabelle zum Managen von Protokollen einschließlich einer Betriebsmittel-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung, die durch den CPU-Scheduler 121 und durch den Speicher-Scheduler 122 ausgegeben wird, und eines Verarbeitungszustands der Anforderung durch den CPU-Abfertigungsagenten 126 und durch den Speicheragenten 125. Diese Tabelle enthält ein Betriebsmitteltypfeld 301, ein Nummernfeld 302, ein Feld 303 des alten Zustands, ein Feld 304 des neuen Zustands, ein Feld 305 der Nummer des physikalischen Gasts und ein Verarbeitungszustandsfeld 306 für jeweilige Anforderungen. Eine Spalte entspricht den Protokollen einer Anforderung.
  • Das Betriebsmitteltypfeld 301 gibt an, ob ein Abfertigungs-/Vorbelegungsziel eine CPU ist.
  • Das Nummernfeld 302 gibt eine Nummer (eine Kennnummer) eines Abfertigungs-/Vorbelegungsziel-Betriebsmittels an. Wenn eine CPU ein Abfertigungsziel ist, gibt das Nummernfeld 302 die Nummer der physikalischen CPU eines Abfertigungsziels an. Wenn ein Speicher ein Abfertigungsziel ist, gibt das Nummernfeld 302 die Nummer der physikalischen Seite des Hosts eines Abfertigungsziel-Speicherbereichs (einer Abfertigungsziel-Speicherseite) und eine Seitenkennnummer an.
  • Das Feld 303 des alten Zustands und das Feld 304 des neuen Zustands geben die Nummern eines Gast-OS an, das das Zielbetriebsmittel vor bzw. nach dem Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess verwenden kann. In einem leeren Zustand, in dem das Zielbetriebsmittel keinem Gast-OS zugewiesen ist, können das Feld 303 des alten Zustands und/oder das Feld 304 des neuen Zustands einen Wert ”F” aufweisen, der den leeren Zustand angibt.
  • Das Feld 305 der physikalischen Nummer des Gasts wird nur in Spezialfällen verwendet, in denen der Hypervisor 101 anders als in dem Fall, dass der Hypervisor 101 eine Betriebsmittel-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung einreicht, an den Hypervisoragenten 102 eine Anforderung zum Einstellen der Adressenumsetzungstabelle 134 einreicht. In der vorliegenden Ausführungsform wird die Adressenumsetzungstabelle 134 durch den Hypervisor 101 und durch den Hypervisoragenten 102 gemeinsam genutzt. In diesem Fall ist die Adressenumsetzungstabelle 134 in dem physikalischen Speicher (Schutzbereich) 112 angeordnet, um zu verhindern, dass die Adressenumsetzungstabelle 134 durch den Hypervisor 101 zerstört wird. Wenn der Hypervisor 101 die Adressenumsetzungstabelle 134 aktualisiert, reicht der Hypervisor 101 an den Speicherabfertigungsagenten 125 eine Adressenänderungsanforderung ein, in der Informationen (z. B. das Nummernfeld 302 und das Feld 304 des neuen Zustands), die für die Einstellung erforderlich sind, bestimmt sind.
  • Das Verarbeitungszustandsfeld 306 gibt einen Verarbeitungszustand des der Anforderung entsprechenden Abfertigungs-/Vorbelegungsprozesses an. Wenn eine Anforderung eingereicht wird, aktualisieren der CPU-Scheduler 121 und der Speicher-Scheduler 122 das der Anforderung entsprechende Verarbeitungszustandsfeld 306 in ”in Verarbeitung”. Darüber hinaus aktualisieren der CPU-Abfertigungsagent 126 und der Speicherabfertigungsagent 125 das der Anforderung entsprechende Verarbeitungszustandsfeld 306 auf ”abgeschlossen”, wenn der der Anforderung entsprechende Prozess abgeschlossen wird.
  • In Abhängigkeit von dem Anforderungstyp werden nur Abschnitte der Felder verwendet. Zum Beispiel wird das Feld 205 der physikalischen Nummer des Gasts nicht verwendet, wenn die Anforderung eine CPU-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung ist.
  • Es werden drei Speicher-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderungen verwendet, die eine Abfertigungsanforderung zum Zuweisen eines Speicherbereichs (einer Speicherseite) zu dem ersten Gast-OS 103, eine Vorbelegungsanforderung zum Aufheben der Zuweisung eines Speicherbereichs von dem Gast-OS 103 und eine Adressenaktualisierungsanforderung zum Aktualisieren der durch den Hypervisor 101 eingereichten Adressen der Adressenumsetzungstabelle 134 enthalten. Im Fall der Abfertigungsanforderung wird das Feld 305 der physikalischen Nummer des Gasts nicht verwendet. Im Fall der Vorbelegungsanforderung werden das Nummernfeld 302 und das Feld 305 der physikalischen Nummer des Gasts nicht verwendet (die Anforderung kann nur die Zuweisung einer optionalen Seite aufheben, die von dem ersten Gast-OS 103 aktuell verwendet ist). Darüber hinaus wird im Fall der Adressenumschaltanforderung das Feld 303 des alten Zustands nicht verwendet (das liegt daran, dass sich der Eigentümer des Betriebsmittels, bevor und nachdem die Anforderung eingereicht worden ist, nicht geändert hat).
  • 4 stellt eine Konfiguration der CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 dar.
  • Die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 enthält ein CPU-Nummernfeld 401 und ein Zuweisungszielfeld 402 für jeweilige physikalische CPUs. Das CPU-Nummernfeld 401 gibt eine Nummer (Kennnummer) der physikalischen CPU 111 an und das Zuweisungszielfeld 402 gibt eine Nummer (Kennnummer) des Gast-OS, dem die entsprechende physikalische CPU 111 zugewiesen ist, an. Das Zuweisungszielfeld 402 der physikalischen CPU 111, deren Zuweisungsziel-Gast-OS nicht vorhanden ist und das leer ist, kann einen Wert ”F” aufweisen, der einen leeren Zustand angibt. Darüber hinaus kann das Zuweisungszielfeld 402 für die physikalische CPU 111, die in dem Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess ist, einen Wert ”Nr.” aufweisen, der angibt, dass die physikalische CPU 111 in Verarbeitung ist.
  • 5 stellt eine Konfiguration der Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 dar.
  • Die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 enthält ein Feld 501 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts, ein Feld 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und ein Zuweisungszielfeld 503 für jeweilige Seiten. Das Feld 501 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts gibt eine Nummer (Kennnummer) einer Seite an und entspricht einer physikalischen Adresse. Das Feld 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts gibt eine durch das Gast-OS erkannte Seitennummer an und entspricht einer logischen Adresse. Das Zuweisungszielfeld 503 gibt eine Nummer des Gast-OS an, dem die Seite zugewiesen ist. Für Seiten, deren Zuweisungsziel-Gast-OS nicht vorhanden ist und die leer sind, können das Feld 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und das Zuweisungszielfeld 503 einen Wert ”F” aufweisen, der einen leeren Zustand angibt. Darüber hinaus können das Feld 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und das Zuweisungszielfeld 503 für Seiten, die in dem Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess sind, einen Wert ”Nr.” aufweisen, der angibt, dass die Seiten in Verarbeitung sind.
  • 6 stellt einen ersten Kontextablagebereich 601 dar.
  • Der erste Kontextablagebereich 601 kann ein Teilbereich des physikalischen Speichers 113 sein. Der erste Kontextablagebereich 601 wird verwendet, wenn der CPU-Scheduler 121 einen CPU-Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess ausführt. Der CPU-Scheduler 121 sichert unter Verwendung des ersten Kontextablagebereichs 601 den Ausführungskontext des Hypervisoragenten 102 und gewinnt ihn wieder.
  • 7 stellt einen zweiten Kontextablagebereich 701 dar.
  • Der zweite Kontextablagebereich 701 kann ein Teilbereich des physikalischen Speichers 112 sein. Der CPU-Abfertigungsagent 126 sichert den Ausführungskontext des Hypervisors 101 in der Datenstruktur, bevor er eine CPU-Abfertigungsanforderung einreicht. Darüber hinaus wird der Ausführungskontext des Hypervisors 101 aus dem zweiten Kontextablagebereich 701 wiedergewonnen, nachdem der der Vorbelegungsanforderung entsprechende Prozess abgeschlossen ist.
  • 8 stellt die Anordnung von Codebereichen und Stapelbereichen dar.
  • Ein Codebereich und ein Stapelbereich werden verwendet, wenn ein Prozess des Abfertigens und des Vorbelegens der physikalischen CPU 111 ausgeführt wird. Durch den CPU-Scheduler 121 wird eine CPU-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung eingereicht. Ein Code zum Ausführen des Prozesses ist in einem CPU-Scheduler-Codebereich (1) 813 angeordnet. Darüber hinaus ist ein Stapel, der beim Ausführen des Prozesses verwendet wird, in einem CPU-Scheduler-Stapelbereich 815 angeordnet. Diese Bereiche sind in dem physikalischen Speicher 113 angeordnet.
  • Die Abfertigungsanforderung der physikalischen CPU 111 wird durch Einreichen eines Trap-Befehls eingereicht. In diesem Fall wird ein Sprungziel in einer Unterbrechungsbehandlertabelle 801 registriert, die durch den Hypervisor 101 gemanagt wird, und wird mit Hilfe der Tabelle 801 ein Sprung zu dem CPU-Abfertigungsagenten 126 verwirklicht. Codes eines durch den CPU-Abfertigungsagenten 126 ausgeführten Prozesses sind in einem CPU-Abfertigungsagent-Codebereich 812 angeordnet. In diesem Fall tritt das Umschalten von Stapeln gleichzeitig auf und werden neue Stapel in einem CPU-Abfertigungsagent-Stapelbereich 811 angeordnet. Diese Bereiche sind in dem physikalischen Speicher (Schutzbereich 112) angeordnet.
  • Eine CPU-Vorbelegungsanforderung wird durch Senden einer Unterbrechungsbenachrichtigung an eine physikalische CPU 111 des Vorbelegungsziels eingereicht. Nachdem eine Unterbrechung in der physikalischen CPU 111 des Vorbelegungsziels aufgetreten ist, finden ähnlich wie oben die Bezugnahme, der Sprung und das Stapelumschalten der Unterbrechungsbehandlertabelle 801 statt und wird der CPU-Abfertigungsagent 126 gestartet.
  • Wenn der CPU-Abfertigungsagent 126 den Vorbelegungsprozess abschließt, kehrt die Steuerung durch den Trap-Rücksprung zu dem CPU-Scheduler 121 zurück. Die Codes der danach ausgeführten Prozesse sind in einem CPU-Scheduler-Codebereich (2) 814 angeordnet. In diesem Fall werden die zu verwendenden Stapel in die in einem CPU-Scheduler-Stapelbereich 815 vorhandenen Stapel geändert. Diese Bereiche sind in dem physikalischen Speicher 113 angeordnet.
  • Wenn der CPU-Abfertigungsagent 126 den Abfertigungsprozess abschließt, kehrt die Steuerung nicht zu dem CPU-Scheduler 121 zurück, da die abgefertigte physikalische CPU 111 belegt ist und durch den Hypervisoragenten 102 und durch das erste Gast-OS 103 ausgeführt wird. Wenn der Vorbelegungsprozess abgeschlossen ist, kehrt die Steuerung zu dem CPU-Scheduler 121 zurück.
  • 9 stellt eine Konfiguration der Adressenumsetzungstabelle 134 dar.
  • Die Adressenumsetzungstabelle 134 enthält die folgenden Felder für jeweilige Einträge (Datensätze), einschließlich eines V-Felds 901, das einen Wert speichert, der angibt, ob ein Eintrag gültig oder ungültig ist, eines Felds 902 der Nummer des Gast-OS, das eine Nummer des Gast-OS eines Seitenzuweisungsziels angibt, eines Felds 903 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts, das eine von einem Gast-OS bestimmte Seitennummer angibt, und eines Felds 904 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts, das mit einer Nummer der physikalischen Seite des Gasts korreliert ist.
  • 10 stellt eine Konfiguration einer CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 dar.
  • Die CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 ist eine Tabelle, die durch den CPU-Scheduler 121 gemanagt wird, und ist z. B. in dem physikalischen Speicher 113 angeordnet. Die CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 enthält ein Feld 1011 der Nummer des Gast-OS, ein Feld 1012 der kleinsten CPU-Menge, ein Feld 1013 der größten CPU-Menge und ein Feld 1014 der zugewiesenen CPU-Gesamtheit für jeweilige Gast-OS. Das Feld 1011 der Nummer des Gast-OS gibt eine Nummer des Gast-OS an, das Feld 1012 der kleinsten CPU-Menge gibt eine Untergrenze der dem Gast-OS zugewiesenen CPU-Menge an, das Feld 1013 der größten CPU-Menge gibt eine Obergrenze der dem Gast-OS zugewiesenen CPU-Menge an und das Feld 1014 der zugewiesenen CPU-Gesamtheit gibt eine Gesamtheit der zugewiesenen CPU-Mengen an. Die CPU-Mengen können z. B. die Anzahlen physikalischer CPUs sein. Eine Kombination des Felds 1012 der kleinsten CPU-Menge und des Felds 1013 der größten CPU-Menge gibt einen Bereich der dem Gast-OS zugewiesenen Mengen der CPU an.
  • 11 stellt eine Konfiguration einer Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 dar.
  • Die Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 ist eine Tabelle, die durch den Speicher-Scheduler 122 gemanagt wird und die z. B. in dem physikalischen Speicher 113 angeordnet ist. Die Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 enthält ein Feld 1111 der Nummer des Gast-OS, ein Feld 1112 der kleinsten Speichermenge, ein Feld 1113 der größten Speichermenge und ein Feld 1114. der zugewiesenen Speichergesamtheit für jeweilige Gast-OS. Das Feld 1111 der Nummer des Gast-OS gibt eine Nummer des Gast-OS an, das Feld 1112 der kleinsten Speichermenge gibt eine Untergrenze einer dem Gast-OS zugewiesenen Speichermenge an, das Feld 1113 der größten Speichermenge gibt eine Obergrenze der dem Gast-OS zugewiesenen Speichermenge an und das Feld 1114 der zugewiesenen Speichergesamtheit gibt eine Gesamtheit der zugewiesenen Speichermengen an. Die Speichermenge kann z. B. die Anzahl der Seiten oder das Gesamtvolumen der Seiten sein. Eine Kombination der Werte des Felds 1112 der kleinsten Speichermenge und des Felds 1113 der größten Speichermenge gibt einen Bereich der dem Gast-OS zugewiesenen Speichermengen an.
  • Die CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 und die Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 sind in dem nichtflüchtigen Bereich 114 gespeichert. Die Tabellen 1001 und 1101 geben die größte und die kleinste Betriebsmittelmenge, die jedem Gast-OS der CPU zugewiesen ist, und den Speicher und die Gesamtmengen (Gesamtheiten) der zugewiesenen Betriebsmittel an. Wenn eine Betriebsmittelplanung ausgeführt wird, nehmen der CPU-Scheduler 121 und der Speicher-Scheduler 122 auf die größte und auf die kleinste Betriebsmittelmenge, die in den Tabellen 1001 und 1101 registriert sind, Bezug und halten die Zuweisung an, wenn eine Planung ausgeführt wird, die die Mengen übersteigt oder kleiner als sie ist. Da die zugewiesene Betriebsmittelmenge (Gesamtheit) für jeweilige Gast-OS gemanagt wird, ist es darüber hinaus möglich, den Betriebsmittelnutzungsdatensätzen entsprechendes Geld in Rechnung zu stellen.
  • 12 stellt einen Betriebsablauf dar, wenn der CPU-Scheduler 121 regulär startet.
  • In Schritt 1201 führt der CPU-Scheduler 121 einen Prozess des Aktualisierens der CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 aus. Genauer nimmt z. B. der CPU-Scheduler 121 auf die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 Bezug, um die jedem Gast-OS zugewiesene Anzahl von CPUs zu berechnen. Der CPU-Scheduler 121 addiert die berechnete Anzahl zugewiesener CPUs zu dem Wert des Felds 1014 der zugewiesenen CPU-Gesamtheit der CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 für jedes Gast-OS. Mit diesem Prozess ist es möglich, die Gesamtheit der CPU-Nutzungsdatensätze zu managen und der Gesamtheit entsprechendes Geld in Rechnung zu stellen.
  • Um die Beschreibung zu erleichtern, wird im Folgenden ein Ziel-Gast-OS – ein Gast-OS –, für das ein Betriebsmittel abgefertigt oder vorbelegt wird, als ein ”erstes Gast-OS” bezeichnet.
  • In Schritt 1202 bestimmt der CPU-Scheduler 121 eine Planungsziel-CPU (eine physikalische CPU, für die abzufertigen oder vorzubelegen ist) des ersten Gast-OS. In diesem Fall spezifiziert der CPU-Scheduler 121 aus der CPU-Nutzungshistorien-Managementtabelle 1001 einen Bereich von CPU-Mengen (eine Kombination der Werte des Felds 1012 der kleinsten CPU-Menge und des Felds 1013 der größten CPU-Menge) des ersten Gast-OS 103. Wenn ein Wert, der durch Addieren oder Subtrahieren der Menge der Planungsziel-CPU zu oder von dem Wert des Felds 1014 der zugewiesenen CPU-Gesamtheit entsprechend dem ersten Gast-OS 103 erhalten wird, die Obergrenze des spezifizierten Bereichs von CPU-Mengen übersteigt oder kleiner als die Untergrenze des spezifizierten Bereichs der CPU-Menge ist, hält der CPU-Scheduler 121 die Zuweisung an.
  • In Schritt 1203 vergleicht der CPU-Scheduler 121 den in Schritt 1202 bestimmten Planungszustand (eine Kombination des ersten Gast-OS 103 und der physikalischen CPU nach der Planung) mit der CPU-Zuweisungszustandstabelle 132, um zu bestimmen, ob es eine Änderung der Zuweisung (eine Änderung der Kombination des ersten Gast-OS und der physikalischen CPU) gibt.
  • Falls es keine Änderung gibt, beendet der CPU-Scheduler 121 den Prozess in Schritt 1204.
  • Falls es eine Änderung gibt, aktualisiert der CPU-Scheduler 121 die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 in Schritt 1205 (wobei genauer z. B. der dem ersten Gast-OS 103 entsprechende Wert des Zuweisungszielfelds 402 auf ”Nr.” aktualisiert wird).
  • In Schritt 1206 aktualisiert der CPU-Scheduler 121 die Anforderungsprotokolltabelle 131. Genauer stellt z. B. der CPU-Scheduler 121 ”CPU” für das Betriebsmitteltypfeld 301 ein, stellt er die Nummer der Planungsziel-CPU 111 des ersten Gast-OS 103 für das Nummernfeld 302 ein, stellt er die Nummern der Gast-OS, die die physikalische CPU 111 belegen sollen, bevor und nachdem die Planung ausgeführt wird, für die Felder 303 und 304 des alten bzw. des neuen Zustands ein und stellt er ”in Bearbeitung” für das Verarbeitungszustandsfeld 306 ein.
  • In Schritt 1207 bestimmt der CPU-Scheduler 121, ob die Anforderung, die an den CPU-Abfertigungsagenten 126 eingereicht werden soll, eine Abfertigungsanforderung oder eine Vorbelegungsanforderung ist. Falls die Anforderung eine Abfertigungsanforderung ist, geht der Ablauf zu Schritt 1209 über, und falls die Anforderung eine Vorbelegungsanforderung ist, geht der Ablauf zu Schritt 1208 über.
  • In Schritt 1208 sendet der CPU-Scheduler 121 eine Unterbrechungsbenachrichtigung an die Planungsziel-CPU 111. Das erste Gast-OS 103 und der Hypervisor-Agent 102, die in der Planungsziel-CPU 111 arbeiten, hören zu arbeiten auf, und daraufhin wird die Steuerung an den CPU-Abfertigungsagenten 130 übertragen. Darüber hinaus wird außerdem eine Stapelumschaltung ausgeführt und werden Operationen ausgeführt, die den CPU-Abfertigungsagent-Stapelbereich 811 als die Stapel verwenden. Daraufhin geht der Ablauf zu Schritt 1212 über.
  • In Schritt 1209 reicht der CPU-Scheduler 121 einen privilegierten Befehl zum Ausführen eines Cache/TLB-Flash-Prozesses (eines Cache/Übersetzungsassoziativpuffer-Flash-Prozesses) (genauer eines Prozesses zum Flashen von Daten in dem Cache und in dem TLB zu einem vorgegebenen Ablageziel (z. B. zu dem nichtflüchtigen Bereich 114)) ein. Dieser privilegierte Befehl wird durch die aktuelle physikalische CPU 111 (die physikalische CPU 111, die den Hypervisor 101 ausführt) empfangen und die physikalische CPU 111 führt den Cache/TLB-Flash-Prozess aus. Der Cache und der TLB können hier Bereiche in dem physikalischen Speicher 113 sein.
  • In Schritt 1210 sichert der CPU-Scheduler 121 den Ausführungskontext in dem ersten Kontextablagebereich 601. Der Ausführungskontext speichert z. B. den Wert des Registers 115 der aktuellen physikalischen CPU (111) (der physikalischen CPU 111, die den Hypervisor 101 ausführt).
  • In Schritt 1211 reicht der CPU-Scheduler 121 einen Trap-Befehl ein. Im Ergebnis beginnt der CPU-Abfertigungsagent 130 in der physikalischen CPU 111, die in Ausführung ist, zu arbeiten. In diesem Fall werden die zu verwendenden Stapelbereiche geändert und werden die nachfolgenden Prozesse des CPU-Abfertigungsagenten 130 unter Verwendung der Stapel des CPU-Abfertigungsagent-Stapelbereichs 811 bearbeitet.
  • In Schritt 1212 schließt der CPU-Scheduler 121 den Prozess ab.
  • 13 stellt einen Betriebsablauf des CPU-Schedulers 121 dar, der in Ansprechen auf einen Trap-Rücksprung von dem CPU-Abfertigungsagenten 126 gestartet wird.
  • In Schritt 1301 reicht der CPU-Scheduler 1301 einen hlt-Befehl ein. Wenn der hlt-Befehl eingereicht wird, führt der CPU-Scheduler 1301 eine Bereitschaft aus, bis die später beschriebene Neustartsteuerung 123 eine Unterbrechungsbenachrichtigung einreicht. Es besteht eine Möglichkeit, dass der Hypervisor 101 wegen eines Fehlers des Hypervisors 101 neu gestartet wird, während der CPU-Abfertigungsagent 126 den Abfertigungs-/Vorbelegungsprozess für die physikalische CPU 111 als ein Agent ausführt. In diesem Fall wird der in Schritt 1210 gesicherte Kontext ungültig. Durch Ausführen der Bereitschaft, bevor der Kontext wiedergewonnen wird, ist es möglich, die Verwendung des ungültigen Kontexts zu beseitigen und die weiteren Operationen zu ermöglichen, nachdem der Hypervisor 101 neu gestartet ist.
  • In Schritt 1302 gewinnt der CPU-Scheduler 121 den Kontext aus dem Hypervisor-Kontextablagebereich 301 wieder. In diesem Fall wird der jeweilige Wert des Kontexts in dem Bereich 301 in das Register 115 der physikalischen CPU 111 (der physikalischen CPU 111, die den Hypervisor 101 ausführt) geladen. Danach werden Operationen durch den Hypervisor 101 und durch das zweite Gast-OS 104 ausgeführt, während die physikalische CPU exklusiv belegt ist.
  • In Schritt 1303 schließt der CPU-Scheduler 121 den Prozess ab.
  • Allerdings beginnt der CPU-Abfertigungsagent 126 zu arbeiten, wenn durch reguläre Bezugnahme auf die Anforderungsprotokolltabelle 131 eine Abfertigungsanforderung detektiert wird (der Fall einer Abfertigung) oder eine Unterbrechungsbenachrichtigung von dem CPU-Scheduler 129 empfangen wird (der Fall einer Vorbelegung). Wenn eine CPU-Abfertigungsanforderung detektiert wird, führt der CPU-Abfertigungsagent 126 den in 14 dargestellten Betriebsablauf aus. Wenn eine CPU-Vorbelegungsanforderung detektiert wird, führt der CPU-Abfertigungsagent 126 den Prozess des in 15 dargestellten Betriebsablaufs aus.
  • 14 stellt einen Betriebsablauf des Gast-CPU-Schedulers 129 und des CPU-Abfertigungsagenten 126, der eine CPU-Abfertigungsanforderung detektiert hat, dar.
  • In 14 gewinnt der CPU-Abfertigungsagent 126 in Schritt 1401 den Kontext aus dem zweiten Kontextablagebereich 701 wieder. Genauer lädt z. B. der CPU-Abfertigungsagent 126 den jeweiligen Wert des Kontexts in dem zweiten Kontextablagebereich 701 in das Register 115 der physikalischen CPU 111. Die physikalische CPU 111 ist die physikalische CPU 111, die den Hypervisoragenten 102 ausführt (d. h. die physikalische CPU 111, die das erste Gast-OS 103 ausführt).
  • In Schritt 1402 reicht der CPU-Abfertigungsagent 126 eine CPU-Aktualisierungsanforderung an den Gast-CPU-Scheduler 129 des ersten Gast-OS 103 ein, die eine Anforderung zum Aktualisieren von CPU-Konfigurationsinformationen ist.
  • In Schritt 1403 empfängt der Gast-OS-Scheduler 129 die CPU-Aktualisierungsanforderung. In diesem Fall wird die Nummer der physikalischen CPU 111 des Abfertigungsziels dem Gast-OS-Scheduler 129 mitgeteilt. Genauer kann z. B. die CPU-Aktualisierungsanforderung die Nummer der physikalischen CPU 111 des Abfertigungsziels enthalten und kann die Nummer der physikalischen CPU 111 des Abfertigungsziels dem Gast-OS-Scheduler 129 zusammen mit der Anforderung mitgeteilt werden.
  • In Schritt 1404 fügt der Gast-CPU-Scheduler 129 die mitgeteilte Nummer der physikalischen CPU zu einer Planungsziel-CPU-Liste des ersten Gast-OS 103 hinzu. Danach kann das erste Gast-OS 103 die physikalische CPU 111 verwenden.
  • In Schritt 1405 sendet der Gast-CPU-Scheduler 129 eine Benachrichtigung über den Abschluss der CPU-Aktualisierung an den CPU-Abfertigungsagenten 126.
  • In Schritt 1406 empfängt der CPU-Abfertigungsagent 126 die Benachrichtigung über den Abschluss.
  • In Schritt 1407 aktualisiert der CPU-Abfertigungsagent 126 die Anforderungsprotokolltabelle 131 (wobei genauer z. B. der Wert des Verarbeitungszustandsfelds 306, der der detektierten Abfertigungsanforderung entspricht, auf ”abgeschlossen” aktualisiert wird).
  • In Schritt 1408 schließt der CPU-Abfertigungsagent 126 den Prozess ab.
  • 15 stellt einen Betriebsablauf des Gast-CPU-Schedulers 129 und des CPU-Abfertigungsagenten 126, der eine CPU-Vorbelegungsanforderung detektiert hat, dar.
  • In Schritt 1501 sendet der CPU-Abfertigungsagent 126 eine CPU-Aktualisierungsanforderung an den Gast-CPU-Scheduler 129 des ersten Gast-OS 103.
  • In Schritt 1502 empfängt der Gast-CPU-Scheduler 129 die CPU-Aktualisierungsanforderung. In diesem Fall wird die Nummer der physikalischen CPU 111 des Verarbeitungsziels dem Gast-CPU-Scheduler 129 in Übereinstimmung mit demselben Verfahren wie in 14 mitgeteilt.
  • In Schritt 1503 löscht der Gast-CPU-Scheduler 129 die mitgeteilte Nummer der physikalischen CPU aus der Planungsziel-CPU-Liste des ersten Gast-OS 103. Danach kann das erste Gast-OS 103 die physikalische CPU 111 nicht verwenden.
  • In Schritt 1504 sendet der Gast-CPU-Scheduler 129 eine Benachrichtigung über den Abschluss der CPU-Aktualisierung an den CPU-Abfertigungsagenten 126.
  • In Schritt 1505 empfängt der CPU-Abfertigungsagent 126 die Benachrichtigung über den Abschluss.
  • In Schritt 1506 aktualisiert der CPU-Abfertigungsagent 126 die Anforderungsprotokolltabelle 131 (wobei genauer z. B. der Wert des Verarbeitungszustandsfelds 206, der der detektierten CPU-Vorbelegungsanforderung entspricht, auf ”abgeschlossen” aktualisiert wird).
  • In Schritt 1507 sichert der CPU-Abfertigungsagent 126 den Kontext in dem zweiten Kontextablagebereich 701. Genauer speichert z. B. der CPU-Abfertigungsagent 126 den in dem Register 115 der physikalischen CPU 111 gespeicherten Wert in dem zweiten Kontextablagebereich 701. Die physikalische CPU 111 ist die physikalische CPU 111, die den Hypervisoragenten 102 ausführt (d. h. die physikalische CPU 111, die das erste Gast-OS 103 ausführt).
  • In Schritt 1508 reicht der CPU-Abfertigungsagent 126 einen Trap-Rücksprungbefehl (siehe 8) ein. Wenn der Trap-Rücksprungbefehl eingereicht wird, werden Stapel umgeschaltet und arbeitet der arbeitende CPU-Scheduler 121 nachfolgend unter Verwendung des CPU-Scheduler-Stapelbereichs 815.
  • In Schritt 1509 wird der Prozess abgeschlossen.
  • 16 stellt einen Betriebsablauf des Speicher-Schedulers 122 dar. Der Speicher-Scheduler arbeitet regulär.
  • In Schritt 1601 führt der Speicher-Scheduler 122 einen Prozess zum Aktualisieren der Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 aus. Genauer nimmt z. B. der Speicher-Scheduler 122 auf die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 Bezug, um die Menge des jedem Gast-OS zugewiesenen Speichers zu berechnen. Der Speicher-Scheduler 122 addiert die berechnete Menge des zugewiesenen Speichers zu dem Wert des Felds 1114 der Gesamtheit des zugewiesenen Speichers der Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 für jedes Gast-OS. Mit diesem Prozess ist es möglich, die Gesamtheit der Speichernutzungsdatensätze zu managen und entsprechend der Gesamtheit Geld in Rechnung zu stellen.
  • In Schritt 1602 bestimmt der Speicher-Scheduler 122 einen Planungszielspeicherbereich (einen Speicherbereich (eine Speicherseite), der (die) abzufertigen oder vorzubelegen ist) des ersten Gast-OS. In diesem Fall spezifiziert der Speicher-Scheduler 122 aus der Speichernutzungshistorien-Managementtabelle 1101 einen Bereich von Speichermengen (eine Kombination der Werte des Felds 1111 der kleinsten Speichermenge und des Felds 1112 der größten Speichermenge) des ersten Gast-OS 103. Wenn ein durch Addieren oder Subtrahieren der Menge des Planungszielspeicherbereichs zu oder von dem Feld 1114 der Gesamtheit des zugewiesenen Speichers, der dem ersten Gast-OS 103 entspricht, erhaltener Wert die Obergrenze des spezifizierten Bereichs von Speichermengen übersteigt oder kleiner als die Untergrenze des spezifizierten Bereichs von Speichermengen ist, hält der Speicher-Scheduler 122 die Zuweisung an.
  • In Schritt 1603 prüft der Speicher-Scheduler 122, ob es eine Änderung der Menge des dem ersten Gast-OS zugewiesenen Speichers gibt.
  • Falls es keine Änderung gibt, schließt der Speicher-Scheduler 122 den Prozess in Schritt 1604 ab.
  • Falls es eine Änderung gibt, aktualisiert der Speicher-Scheduler 122 in Schritt 1605 die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133. Wenn die eingereichte Anforderung eine Speicherabfertigung (eine Erhöhung der Menge des zugewiesenen Speichers) für das erste Gast-OS 103 erfordert, bestimmt der Speicher-Scheduler 122 einen Zuweisungsziel-Speicherbereich (eine physikalische Seite). Die physikalische Seite ist eine physikalische Seite, deren Zuweisungsziel nicht vorhanden ist und die leer ist, oder eine Seite, die unter den dem zweiten Gast-OS 104 zugewiesenen physikalischen Seiten vorbelegt werden kann. Die Werte des Felds 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Zuweisungszielfelds 503 der Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 werden für die physikalische Seite auf ”Nr.” aktualisiert. Andererseits wird der Aktualisierungsprozess dieses Schritts nicht ausgeführt, wenn die Anforderung eine Vorbelegungsanforderung oder eine Adressenänderungsanforderung für das erste Gast-OS ist.
  • In Schritt 1606 führt der Speicher-Scheduler 122 einen Prozess des Registrierens von Daten in der Anforderungsprotokolltabelle 131 aus. Genauer aktualisiert z. B. der Speicher-Scheduler 122 die Werte des Betriebsmitteltypfelds 301 und des Verarbeitungszustandsfelds 306, die der Anforderung entsprechen, auf ”Speicher” bzw. ”in Verarbeitung”. Wenn die Anforderung eine Speicherabfertigungsanforderung für das erste Gast-OS 103 ist, gibt das Nummernfeld 302 eine Nummer der physikalischen Seite des Ziels an und geben die Felder 303 und 304 des alten und des neuen Zustands die Nummern der Gast-OS an, denen die physikalische Seite zugewiesen ist, bevor bzw. nachdem der Abfertigungsprozess ausgeführt wird. Wenn die Anforderung eine Speichervorbelegungsanforderung für das erste Gast-OS 103 ist, geben die Felder 303 und 304 des alten und des neuen Zustands die Nummern der Gast-OS an, denen die physikalische Seite zugewiesen ist, bevor bzw. nachdem der Abfertigungsprozess ausgeführt wird.
  • In Schritt 1607 wird der Prozess abgeschlossen.
  • 17 stellt einen Betriebsablaufplan des Speicherabfertigungsagenten 125 und des Gast-Speicher-Schedulers 128 dar.
  • In Schritt 1701 extrahiert der Speicherabfertigungsagent 125 aus der Anforderungsprotokolltabelle 131 eine Anforderung, deren Wert des Quelltypfelds 301 ”Speicher” ist und deren Wert des Verarbeitungszustandsfelds 306 ”in Verarbeitung” ist.
  • In Schritt 1702 identifiziert der Speicherabfertigungsagent 125 die extrahierte Anforderung (Spalte). Wenn das Nummernfeld 302, die Felder 303 und 304 des alten und des neuen Zustands eingestellt worden sind, wird die Anforderung als eine Speicherabfertigungsanforderung identifiziert. Wenn die Felder 303 und 304 des alten und des neuen Zustands eingestellt worden sind, das Nummernfeld 302 aber nicht eingestellt worden ist, wird die Anforderung als eine Speichervorbelegungsanforderung identifiziert. Wenn das Nummernfeld 302 und das Feld 304 des neuen Zustands eingestellt worden sind, das Feld 303 des alten Zustands aber nicht eingestellt worden ist, wird die Anforderung als eine Adressenänderungsanforderung identifiziert. Wenn die Anforderung eine Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung ist, geht der Ablauf zu Schritt 1703 über, und wenn die Anforderung eine Adressenänderungsanforderung ist, geht der Ablauf zu Schritt 1708 über.
  • In Schritt 1703 reicht der Speicherabfertigungsagent 125 eine Speicheraktualisierungsanforderung, die eine Anforderung zum Aktualisieren von Speicherkonfigurationsinformationen ist, an den Gast-Speicher-Scheduler 128 des ersten Gast-OS ein.
  • In Schritt 1704 empfängt der Gast-Speicher-Scheduler 128 die Anforderung.
  • In Schritt 1705 fügt der Gast-Speicher-Scheduler 128 in Ansprechen auf die Anforderung zu einer Liste physikalischer Seiten, die eine Liste von Nummern physikalischer Seiten des Gasts ist, die das erste Gast-OS verwenden kann, eine Seitennummer hinzu und löscht er eine. In diesem Fall bestimmt der Gast-Speicher-Scheduler 128 die Nummer der physikalischen Seite eines Gasts, die hinzuzufügen und zu löschen ist. Falls die Anforderung eine Speicherabfertigungsanforderung ist, bestimmt der Gast-Speicher-Scheduler 128 die Nummer der physikalischen Seite eines Gasts, die zu der Liste hinzuzufügen ist. Falls die Anforderung eine Speichervorbelegungsanforderung ist, bestimmt der Gast-Speicher-Scheduler 128 die Nummer der physikalischen Seite eines Gasts, die aus der Liste zu löschen ist.
  • In Schritt 1706 sendet der Gast-Speicher-Scheduler 128 eine Benachrichtigung über den Abschluss der Speicheraktualisierung an den Speicherabfertigungsagenten 125. In diesem Fall wird die in Schritt 1705 bestimmte Nummer der physikalischen Seite des Gasts den Speicherabfertigungsagenten 125 mitgeteilt. Die Nummer der physikalischen Seite des Gasts kann in der Anforderung enthalten sein und kann getrennt von der Benachrichtigung über den Abschluss (der Antwort) mitgeteilt werden.
  • In Schritt 1707 empfängt der Speicherabfertigungsagent 125 die Benachrichtigung über den Abschluss und die Nummer der physikalischen Seite des Gasts.
  • In Schritt 1708 aktualisiert der Speicherabfertigungsagent 125 die Adressenumsetzungstabelle 134. Wenn die Anforderung eine Speicherabfertigungsanforderung ist, registriert der Speicherabfertigungsagent 125 eine Gast-OS-Nummer, die durch das der Anforderung entsprechende Feld 304 des neuen Zustands angegeben wird, die in Schritt 1707 empfangene Nummer der physikalischen Seite des Gasts und den Wert des Felds 603 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts, der durch das der Anforderung entsprechende Nummernfeld 302 angegeben wird, als die Werte des Felds 902 der Nummer des Gast-OS, des Felds 903 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Felds 904 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts der Adressenumsetzungstabelle 134 und aktualisiert er den Wert des V-Felds 901 in dem Eintrag, in dem diese Werte registriert sind, auf ”1” (gültig). Wenn die Anforderung eine Speichervorbelegungsanforderung ist, ermittelt der Speicherabfertigungsagent 125 aus der Adressenumsetzungstabelle 134 einen Eintrag, der die Gast-OS-Nummer aufweist, die durch das der Anforderung entsprechende Feld 304 des neuen Zustands angegeben wird, und die in Schritt 1707 empfangene Nummer der physikalischen Seite des Gasts in dem Feld 902 der Nummer des Gast-OS bzw. in dem Feld 903 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts, und aktualisiert er den Wert des V-Felds 901 des ermittelten Eintrags auf ”0” (ungültig). Ferner aktualisiert der Speicherabfertigungsagent 125 die Werte des Felds 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Zuweisungszielfelds 503 (siehe 5) entsprechend dem Feld 904 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts in dem ermittelten Eintrag auf ”Nr.”. Wenn die Anforderung eine Adressenänderungsanforderung ist, registriert der Speicherabfertigungsagent 125 die Gast-OS-Nummer, die durch das der Anforderung entsprechend Feld 304 des neuen Zustands angegeben wird, die Nummer der physikalischen Seite des Gasts, die durch das der Anforderung entsprechende Feld 305 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts angegeben wird, und den Wert des Felds 603 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts, der durch das der Anforderung entsprechende Nummernfeld 302 angegeben wird, in dieser Reihenfolge als die Werte des Felds 902 der Nummer des Gast-OS, des Felds 903 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Felds 904 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts der Adressenumsetzungstabelle 134 und aktualisiert er den Wert des V-Felds 901 in dem Eintrag, in dem diese Werte registriert sind, auf ”1” (gültig).
  • In Schritt 1709 reicht der Speicherabfertigungsagent 125 einen privilegierten Befehl zum Ausführen eines Cache/TLB-Säuberungsprozesses – genauer einer Cache-/TLB-Säuberung (eines Prozesses des Löschens von Daten in dem Cache und in dem TLB) ein. Dieser privilegierte Befehl wird von der physikalischen CPU 111 (der physikalischen CPU 111, die den Hypervisor 10 ausführt) empfangen und die physikalische CPU 111 führt den Cache/TLB-Säuberungsprozess aus. Der Cache und der TLB können hier Bereiche in dem physikalischen Speicher 112 (Schutzbereich) sein.
  • In Schritt 1710 aktualisiert der Speicherabfertigungsagent 125 die Anforderungsprotokolltabelle 131. Genauer aktualisiert der Speicherabfertigungsagent 125 z. B. den der Anforderung entsprechenden Wert des Verarbeitungszustandsfelds 306 auf ”abgeschlossen”. Darüber hinaus aktualisiert der Speicherabfertigungsagent 125 den Wert des Felds 305 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts auf den in Schritt 1706 empfangenen Wert. Ferner wird der in Schritt 1708 gelesene Wert des Felds 904 der Nummer der physikalischen Seite des Hosts als der Wert des entsprechenden Nummernfelds 302 registriert, wenn die Anforderung eine Speichervorbelegungsanforderung ist.
  • In Schritt 1711 wird der Prozess abgeschlossen.
  • 18 stellt einen Betriebsablauf der Einheit 127 zur Ausführung privilegierter Befehle und des zustandslosen CPU-Emulators 124 dar.
  • In Schritt 1801 führt die Einheit 127 zur Ausführung privilegierter Befehle einen privilegierten Befehl aus. Im Ergebnis tritt bei der physikalischen CPU 111 ein Trap auf und wird die Steuerung an den zustandslosen CPU-Emulator 124 übertragen. Zum Beispiel weist eine physikalische CPU eines bestimmten Lieferanten sowohl eine Speicheremulationsfunktion als auch eine CPU-Emulationsfunktion auf. Allerdings sind alle diese Funktionen aktiviert oder deaktiviert und ist es nicht möglich, nur eine von beiden Funktionen zu aktivieren. Obwohl in der vorliegenden Ausführungsform eine Speicheremulationsfunktion einer physikalischen CPU als Mittel zur Verwirklichung der Speichervirtualisierung aufgerufen (aktiviert) wird, wird die CPU-Emulationsfunktion ebenfalls aktiviert, da es nicht möglich ist, nur die Speicheremulationsfunktion zu aktivieren. Dies ist ein Beispiel eines Falls, in dem ein privilegierter Befehl (ein der Ausführung zugeordneter Trap) auftritt.
  • In Schritt 1802 liest der zustandslose CPU-Emulator 124 Befehle in der Ausführung.
  • In Schritt 1803 führt der zustandslose CPU-Emulator 124 einen Prozess des Aktualisierens des physikalischen Speichers 112 und des Registers 115 der physikalischen CPU 111 (der physikalischen CPU 111, die das erste Gast-OS 103 ausführt) in Übereinstimmung mit dem gelesenen Befehl aus.
  • In Schritt 1804 reicht der zustandslose CPU-Emulator 124 einen Trap-Rücksprungbefehl ein und kehrt die Steuerung zu der Einheit 127 zur Ausführung privilegierter Befehle zurück.
  • In Schritt 1805 setzt die Einheit 127 zur Ausführung privilegierter Befehle den Prozess fort und in Schritt 1806 schließt sie den Prozess ab.
  • 19 stellt den Ablauf eines regulären Betriebs der Neustartsteuerung 123 dar.
  • In Schritt 1901 ermittelt die Neustartsteuerung 123 aus der Anforderungsprotokolltabelle 131 einen Eintrag, dessen Verarbeitungszustandsfeld 306 ”abgeschlossen” ist.
  • In Schritt 1902 bestimmt die Neustartsteuerung 123, ob der Eintrag ermittelt worden ist. Falls der Eintrag vorhanden ist, geht der Ablauf zu Schritt 1903 über. Falls der Eintrag nicht vorhanden ist, geht der Ablauf zu Schritt 1906 über.
  • In Schritt 1903 aktualisiert die Neustartsteuerung 123 die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 und die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133. Genauer aktualisiert die Neustartsteuerung 123 z. B. den Wert des Zuweisungszielfelds 402 entsprechend dem Nummernfeld 302 des Eintrags auf den durch das Feld 304 des neuen Zustands des Eintrags angegebenen Wert, wenn der in Schritt 1901 ermittelte Eintrag ein Eintrag ist, der einer CPU-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung entspricht. Darüber hinaus aktualisiert die Neustartsteuerung 123 z. B. den Wert des Zuweisungszielfelds 502 in dem Eintrag entsprechend dem Nummernfeld 302 des Eintrags auf den durch das Feld 304 des neuen Zustands des Eintrags angegebenen Wert, wenn in Schritt 1901 ermittelt wird, dass der Eintrag ein Eintrag ist, der einer Speicherabfertigungsanforderung entspricht. Ferner aktualisiert die Neustartsteuerung 123 den Wert des Felds 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts in dem Eintrag, der dem Nummernfeld 302 des Eintrags entspricht, auf den durch das Nummernfeld 305 des physikalischen Gasts des Eintrags entsprechenden Wert. Darüber hinaus aktualisiert die Neustartsteuerung 123 die Werte des Felds 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Zuweisungszielfelds 503 in dem Eintrag entsprechend dem Feld 302 der Nummer des Eintrags auf ”F”, wenn der in Schritt 1901 ermittelte Eintrag ein Eintrag ist, der einer Speichervorbelegungsanforderung entspricht. Darüber hinaus kann die Neustartsteuerung 123 z. B. überhaupt nichts ausführen, wenn der in Schritt 1901 ermittelte Eintrag ein Eintrag ist, der einer Adressenaktualisierungsanforderung entspricht. Nach Ausführen des Aktualisierungsprozesses löscht die Neustartsteuerung 123 den Eintrag (den ermittelten Eintrag) aus der Anforderungsprotokolltabelle 131.
  • In Schritt 1904 bestimmt die Neustartsteuerung 123, ob in dem in Schritt 1901 ermittelten Eintrag eine CPU-Vorbelegungsabschlussanforderung enthalten ist. Falls die Anforderung enthalten ist, geht der Ablauf zu Schritt 1905 über, und falls die Anforderung nicht enthalten ist, geht der Ablauf zu Schritt 1906 über.
  • In Schritt 1905 sendet die Neustartsteuerung 123 einen Unterbrechungsbefehl an die physikalische Ziel-CPU 111. Durch Senden dieses Unterbrechungsbefehls kann der Betrieb des CPU-Schedulers 121, der in Schritt 1301 angehalten worden ist, sicher neu gestartet werden.
  • In Schritt 1906 wird der Prozess abgeschlossen.
  • 20 stellt einen Betriebsablauf der Neustartsteuerung 123 dar, nachdem der Hypervisor wegen eines Fehlers neu gestartet worden ist.
  • Wenn in Schritt 2001 in der Anforderungsprotokolltabelle 131 ein Eintrag vorhanden ist, dessen Wert des Verarbeitungszustandsfelds 306 ”in Verarbeitung” ist, führt die Neustartsteuerung 123 eine Bereitschaft aus, bis der Verarbeitungszustand auf ”abgeschlossen” geändert wird.
  • In Schritt 2002 bestimmt die Neustartsteuerung 123, ob eine Bereitschaftszeitdauer abgelaufen ist. Wenn eine Zeitüberschreitung auftritt, geht der Ablauf zu Schritt 2003 über, und wenn keine Zeitüberschreitung auftritt, geht der Ablauf zu Schritt 2004 über.
  • In Schritt 2003 bricht die Neustartsteuerung 123 die Anforderung, deren Zeit überschritten wurde, ab. Genauer spezifiziert die Neustartsteuerung 123 z. B. den Wert des Nummernfelds 302 in einem Zieleintrag, der der Anforderung entspricht, deren Zeit überschritten wurde, und aktualisiert sie den Wert des Zuweisungszielfelds 402 entsprechend dem spezifizierten Nummernfeld 302 auf den Wert des Felds 303 des alten Zustands in dem Zieleintrag, wenn die Anforderung, deren Zeit überschritten wurde, eine CPU-Abfertigungs-/Vorbelegungsanforderung ist. Darüber hinaus spezifiziert die Neustartsteuerung 123 den Wert des Nummernfelds 302 in einem Zieleintrag, der der Anforderung entspricht, deren Zeit überschritten wurde, und aktualisiert sie die Werte des Felds 502 der Nummer der physikalischen Seite des Gasts und des Zuweisungszielfelds 503 entsprechend dem spezifizierten Nummernfeld 302 auf ”F”, wenn die Anforderung, deren Zeit überschritten wurde, eine Speicherabfertigungsanforderung ist. Wenn die Anforderung, deren Zeit überschritten wurde, eine Speichervorbelegungsanforderung oder eine Adressenänderungsanforderung ist, kann die Neustartsteuerung 123 nichts ausführen. Wenn der Abbruchprozess abgeschlossen ist, löscht die Neustartsteuerung 123 den Eintrag, der der Anforderung entspricht, deren Zeit überschritten wurde, aus der Anforderungsprotokolltabelle 131.
  • In Schritt 2004 aktualisiert die Neustartsteuerung 123 den CPU-/Speicher-Zuweisungszustand. In diesem Aktualisierungsprozess werden ähnlich dem Schritt 1903 die CPU-Zuweisungszustandstabelle 132 und die Speicher-Zuweisungszustandstabelle 133 in Übereinstimmung mit dem Registrierungsinhalt des Eintrags, dessen Wert des Verarbeitungszustandsfelds 306 der Anforderungsprotokolltabelle 131 ”abgeschlossen” ist, aktualisiert.
  • In Schritt 2005 bestimmt die Neustartsteuerung 123 auf der Grundlage der Ergebnisse des Prozesses die CPU/den Speicher, die bzw. den der Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 verwenden können, und führt sie einen Prozess des Initialisierens (Bootens) des Hypervisors 101 und des zweiten Gast-OS 104 nur unter Verwendung der verfügbaren CPU/des verfügbaren Speichers (ohne Verwendung der Betriebsmittel, die der Hypervisoragent 102 und das erste Gast-OS 103 verwenden) aus. Auf diese Weise ist es möglich, den Hypervisor 101 und das zweite Gast-OS 104 neu zu starten, ohne den Hypervisoragenten 102 und das erste Gast-OS 103 zu beeinflussen.
  • In Schritt 2006 initialisiert die Neustartsteuerung 123 den ersten Kontextablagebereich 601. Mit dieser Initialisierung ist garantiert, dass der Kontextwiedergewinnungsprozess des Schritts 1302 sicher ausgeführt wird.
  • Obwohl eine beispielhafte Ausführungsform zur Beschreibung der vorliegenden Erfindung beschrieben worden ist, soll der Schutzumfang der vorliegenden Erfindung nicht auf diese Ausführungsform beschränkt sein. Die vorliegende Erfindung kann in verschiedenen anderen Formen verkörpert werden.
  • Bezugszeichenliste
    • 101
    Hypervisor
    102
    Hypervisoragent
    103
    erstes Gast-OS
    104
    zweites Gast-OS
    111
    physikalische CPU
    112
    physikalischer Speicher (Schutzbereich)
    113
    physikalischer Speicher

Claims (15)

  1. Computer, der mehrere Betriebsmittel einschließlich eines oder mehrerer physikalischer Speicher und mehrerer physikalischer CPUs (Zentraleinheiten) umfasst, wobei die mehreren physikalischen CPUs dafür konfiguriert sind, einen Hypervisor, einen einfachen Hypervisor, ein erstes Gast-OS (Gast-Betriebssystem) und ein zweites Gast-OS auszuführen, unter den mehreren Betriebsmitteln ein von dem Hypervisor verwendetes Betriebsmittel von einem von dem einfachen Hypervisor verwendeten Betriebsmittel verschieden ist, der eine oder die mehreren physikalischen Speicher einen ersten physikalischen Speicherbereich, der von dem Hypervisor nicht verwendet wird, und einen zweiten physikalischen Speicherbereich, der von dem Hypervisor verwendet wird, enthalten, das erste Gast-OS dafür konfiguriert ist, auf der Grundlage des ersten physikalischen Speicherbereichs in dem einfachen Hypervisor ausgeführt zu werden, das zweite Gast-OS dafür konfiguriert ist, auf der Grundlage des zweiten physikalischen Speicherbereichs in dem Hypervisor ausgeführt zu werden, der Hypervisor eine Emulationsfunktion, die eine Funktion zum Virtualisieren der mehreren Betriebsmittel als mehrere virtuelle Betriebsmittel ist, und eine Betriebsmittelplanungsfunktion, die eine Funktion zum Bestimmen von Betriebsmitteln, die sowohl dem ersten als auch dem zweiten Gast-OS dynamisch zuzuweisen sind oder deren Zuweisung zu ihnen dynamisch aufzuheben ist, ist, enthält, der einfache Hypervisor eine Planungsagentenfunktion, die eine Funktion zum Zuweisen oder zum Aufheben der Zuweisung von Betriebsmitteln zu und von dem ersten Gast-OS in Übereinstimmung mit der Betriebsmittelplanungsfunktion des Hypervisors anstelle des Hypervisors ist, enthält, und der Hypervisor dafür konfiguriert ist, eine der Zuweisung oder der Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln zugeordnete Anforderung einzureichen und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, die Anforderung zu erfassen und einen Prozess in Übereinstimmung mit der Anforderung auszuführen.
  2. Computer nach Anspruch 1, wobei die Anforderung in einen Ablagebereich geschrieben wird, und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, die Anforderung aus dem Ablagebereich zu erfassen.
  3. Computer nach Anspruch 2, wobei eine zweite physikalische CPU, die von einer ersten physikalischen CPU, die den Hypervisor ausführt, verschieden ist, dafür konfiguriert ist, den einfachen Hypervisor auszuführen, und die Einreichung der Anforderung eine Einreichung eines Trap-Befehls oder eine Benachrichtigung über eine Unterbrechung der zweiten physikalischen CPU ist.
  4. Computer nach Anspruch 2, wobei der Ablagebereich ein nichtflüchtiger Bereich ist, der Anforderungsprotokollinformationen speichert, die Anforderung als ein Protokoll zu den Anforderungsprotokollinformationen hinzugefügt wird, und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, das Protokoll in den Anforderungsprotokollinformationen auf der Grundlage der Ausführung eines der Anforderung entsprechenden Prozesses zu aktualisieren.
  5. Computer nach Anspruch 1, wobei der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, den Betrieb in der physikalischen CPU eines Zuweisungsziels zu beginnen und das erste Gast-OS zu benachrichtigen, dass die physikalische CPU des Zuweisungsziels verfügbar geworden ist, wenn die Anforderung eine CPU-Zuweisungsanforderung ist, und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, das erste Gast-OS über die physikalischen CPU, die das Ziel der Aufhebung der Zuweisung ist, unter den dem ersten Gast-OS zugewiesenen physikalischen CPUs zu benachrichtigen und den Betrieb in der physikalischen CPU, die das Ziel der Aufhebung der Zuweisung ist, anzuhalten, wenn die Anforderung eine Anforderung zum Aufheben der Zuweisung der CPU ist.
  6. Computer nach Anspruch 5, wobei die Einreichung der CPU-Zuweisungsanforderung die Einreichung eines Trap-Befehls ist, und die Einreichung der Anforderung zum Aufheben der Zuweisung der CPU eine Einreichung einer Benachrichtigung über eine Unterbrechung der physikalischen CPU, die nicht verfügbar geworden ist, ist.
  7. Computer nach Anspruch 1, wobei der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, Adressenumsetzungsinformationen, die eine Entsprechung zwischen einer Gastadresse, die eine logische Adresse ist, die von dem ersten Gast-OS bestimmt wird, und einer Host-Adresse, die eine physikalische Adresse eines Speicherbereichs des einen oder der mehreren physikalischen Speicher ist, zeigen, in der Weise zu aktualisieren, dass unter dem einen oder den mehreren physikalischen Speichern von dem ersten Gast-OS auf einen Zuweisungsziel-Speicherbereich zugegriffen werden kann und das erste Gast-OS benachrichtigt wird, dass der Zuweisungsziel-Speicherbereich verfügbar geworden ist, wenn die Anforderung eine Speicherzuweisungsanforderung ist, und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, das erste Gast-OS über einen nicht verwendbaren Speicherbereich unter den Speicherbereichen, die dem ersten Gast-OS zugeordnet sind, zu benachrichtigen und die Adressenumsetzungstabelle in der Weise aktualisieren, dass von dem ersten Gast-OS auf den nicht verwendbaren Speicherbereich nicht zugegriffen werden kann, wenn die Anforderung eine Anforderung zum Aufheben der Speicherzuweisung ist.
  8. Computer nach Anspruch 4, wobei jedes Protokoll in den Anforderungsprotokollinformationen einen Fortschrittszustand eines Prozesses in Übereinstimmung mit einer Anforderung, die dem Protokoll entspricht, enthält, wobei der nichtflüchtige Bereich dafür konfiguriert ist, ferner Zuweisungszustandsinformationen zu speichern, die einen Zuweisungszustand der mehreren Betriebsmittel angeben, und der Hypervisor dafür konfiguriert ist, auf die Anforderungsprotokollinformationen und auf die Zuweisungszustandsinformationen in dem nichtflüchtigen Bereich Bezug zu nehmen, eine Bereitschaft auszuführen, bis ein Prozess für eine Anforderung in Verarbeitung abgeschlossen ist, die Zuweisungszustandsinformationen auf der Grundlage der Anforderungsprotokollinformationen zu aktualisieren und den Hypervisor und das zweite Gast-OS in Verwendung eines Betriebsmittels, das dem ersten Gast-OS unter den mehreren Betriebsmitteln auf der Grundlage der aktualisierten Zuweisungszustandsinformationen nicht zugewiesen ist, zu initialisieren, wenn der Hypervisor neu gestartet wird.
  9. Computer nach Anspruch 1, wobei das erste Gast-OS, der einfache Hypervisor und die Adressenumsetzungsinformationen, die eine Entsprechung zwischen einer Gastadresse, die eine logische Adresse ist, die von dem ersten Gast-OS bestimmt ist, und einer Host-Adresse, die eine physikalische Adresse eines Speicherbereichs des einen oder der mehreren physikalischen Speicher ist, zeigen, in dem ersten Speicherbereich angeordnet sind, und der erste Speicherbereich ein Bereich ist, in den von dem Hypervisor und von dem zweiten Gast-OS keine Daten geschrieben werden können.
  10. Computer nach Anspruch 1, wobei der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, einen Wert eines Registers auf der Grundlage des privilegierten Befehls anstelle des Hypervisors zu aktualisieren, wenn von dem ersten Gast-OS ein privilegierter Befehl eingereicht wird.
  11. Computer nach Anspruch 1, wobei der Hypervisor dafür konfiguriert ist, einen Bereich verwendbarer Betriebsmittelmengen für jedes Gast-OS zu spezifizieren, und der Hypervisor dafür konfiguriert ist, das Einreichen der Anforderung anzuhalten, wenn eine Zuweisung oder die Aufhebung einer Zuweisung von Betriebsmitteln in Übereinstimmung mit einer Zielanforderung ausgeführt wird und die Menge der zugewiesenen Betriebsmittel nicht zu dem spezifizierten Bereich gehört.
  12. Computer nach Anspruch 1, wobei der Hypervisor dafür konfiguriert ist, eine Zuweisungsbetriebsmittelmenge, die eine Betriebsmittelmenge ist, die jedem Gast-OS zugewiesen ist, zu managen, und der Hypervisor dafür konfiguriert ist, die Zuweisungsbetriebsmittelmenge in Übereinstimmung mit der Zuweisung oder mit der Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln zu und von jedem Gast-OS zu aktualisieren.
  13. Computer nach Anspruch 9, wobei der Hypervisor dafür konfiguriert ist, eine Adressenänderungsanforderung zum Steuern eines Speicherbereichs, auf den von dem zweiten Gast-OS zugegriffen werden kann, einzureichen, und der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, die Adressenumsetzungsinformationen in Übereinstimmung mit der Adressenänderungsanforderung zu aktualisieren.
  14. Computer nach Anspruch 4, wobei jedes Protokoll in den Anforderungsprotokollinformationen einen Fortschrittszustand eines Prozesses, der einer Anforderung entspricht, die dem Protokoll entspricht, enthält, der einfache Hypervisor dafür konfiguriert ist, das erste Gast-OS über eine physikalische CPU, die das Ziel der Aufhebung der Zuweisung ist, unter den physikalischen CPUs, die dem ersten Gast-OS zugewiesen sind, zu benachrichtigen und das Arbeiten in der physikalischen CPU, die das Ziel der Aufhebung der Zuweisung ist, anzuhalten, wenn die Anforderung eine Anforderung zum Aufheben der Zuweisung einer CPU ist, und der Hypervisor dafür konfiguriert ist, auf eine Benachrichtigung über eine Unterbrechung zu warten, nachdem der einfache Hypervisor den Betrieb in Übereinstimmung mit der Anforderung zum Aufheben der Zuweisung einer CPU angehalten hat, einen Fortschrittszustand eines Prozesses, der der Anforderung zum Aufheben der Zuweisung der CPU entspricht, aus der Referenzliste zu spezifizieren und die Benachrichtigung über die Unterbrechung der physikalischen CPU, die das Ziel der Aufhebung der Zuweisung ist, zu senden, wenn der spezifizierte Fortschrittszustand den Abschluss angibt.
  15. Betriebsmittelplanungsverfahren zum Ausführen einer Betriebsmittelplanung mit Hilfe eines Hypervisors in einem Computer, der mehrere Betriebsmittel aufweist, die einen oder mehrere physikalische Speicher und mehrere physikalische CPUs (Zentraleinheiten) enthalten, wobei das Verfahren umfasst: Bereitstellen eines ersten physikalischen Speicherbereichs, der von dem Hypervisor nicht verwendet wird, und eines zweiten physikalischen Speicherbereichs, der von dem Hypervisor verwendet wird, in dem einen oder in den mehreren physikalischen Speichern und Ausführen eines einfachen Hypervisors in Verwendung eines Betriebsmittels, das von dem von dem Hypervisor verwendeten Betriebsmittel unter den mehreren Betriebsmitteln verschieden ist; Ausführen eines ersten Gast-OS (Gast-Betriebssystems) auf der Grundlage des ersten physikalischen Speicherbereichs in dem einfachen Hypervisor und Ausführen eines zweiten Gast-OS auf der Grundlage des zweiten physikalischen Speicherbereichs in dem Hypervisor, wobei der Hypervisor eine Emulationsfunktion, die eine Funktion zum Virtualisieren der mehreren Betriebsmittel als mehrere virtuelle Betriebsmittel ist, und eine Betriebsmittelplanungsfunktion, die eine Funktion zum Bestimmen von Betriebsmitteln, die dem ersten und dem zweiten Gast-OS dynamisch zuzuweisen sind oder deren Zuweisung dynamisch aufzuheben ist, aufweist und wobei der einfache Hypervisor eine Planungsagentenfunktion aufweist, die eine Funktion zum Zuweisen oder zum Aufheben der Zuweisung von Betriebsmitteln zu oder von dem ersten Gast-OS in Übereinstimmung mit der Betriebsmittelplanungsfunktion des Hypervisors anstelle des Hypervisors ist; Veranlassen, dass der Hypervisor eine Anforderung zur Zuweisung oder Aufhebung der Zuweisung von Betriebsmitteln einreicht; und Veranlassen, dass der einfache Hypervisor die Anforderung erfasst und einen Prozess in Übereinstimmung mit der Anforderung ausführt.
DE112014005348.1T 2014-02-17 2014-02-17 Computer und Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren Withdrawn DE112014005348T5 (de)

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
PCT/JP2014/053613 WO2015122007A1 (ja) 2014-02-17 2014-02-17 計算機、及び、ハイパバイザによる資源スケジューリング方法

Publications (1)

Publication Number Publication Date
DE112014005348T5 true DE112014005348T5 (de) 2016-08-11

Family

ID=53799770

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
DE112014005348.1T Withdrawn DE112014005348T5 (de) 2014-02-17 2014-02-17 Computer und Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren

Country Status (6)

Country Link
US (1) US10162663B2 (de)
JP (1) JP6198858B2 (de)
CN (1) CN105900066B (de)
DE (1) DE112014005348T5 (de)
GB (1) GB2537760A (de)
WO (1) WO2015122007A1 (de)

Families Citing this family (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JP6515771B2 (ja) * 2015-10-07 2019-05-22 富士通コネクテッドテクノロジーズ株式会社 並列処理装置及び並列処理方法
CN110838938B (zh) * 2019-10-11 2021-09-07 成都飞机工业（集团）有限责任公司 一种基于工控网的dnc数据存储服务器调度方法
US11593170B2 (en) 2020-03-25 2023-02-28 Red Hat, Inc. Flexible reverse ballooning for nested virtual machines
US12052253B2 (en) * 2021-03-31 2024-07-30 Netapp, Inc. Context tracking across a data management platform

Family Cites Families (25)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JPH10187638A (ja) * 1996-10-28 1998-07-21 Mitsubishi Electric Corp クラスタ制御システム
US7886293B2 (en) * 2004-07-07 2011-02-08 Intel Corporation Optimizing system behavior in a virtual machine environment
US7814495B1 (en) * 2006-03-31 2010-10-12 V Mware, Inc. On-line replacement and changing of virtualization software
US7673113B2 (en) * 2006-12-29 2010-03-02 Intel Corporation Method for dynamic load balancing on partitioned systems
JP4980792B2 (ja) * 2007-05-22 2012-07-18 株式会社日立製作所 仮想計算機の性能監視方法及びその方法を用いた装置
US7970903B2 (en) * 2007-08-20 2011-06-28 Hitachi, Ltd. Storage and server provisioning for virtualized and geographically dispersed data centers
US7979869B2 (en) * 2007-09-28 2011-07-12 Oracle America, Inc. Method and system for performing I/O operations using a hypervisor
US7743375B2 (en) * 2008-06-27 2010-06-22 International Business Machines Corporation Information handling system including dynamically merged physical partitions
JP5222651B2 (ja) * 2008-07-30 2013-06-26 株式会社日立製作所 仮想計算機システムおよび仮想計算機システムの制御方法
JP5232602B2 (ja) * 2008-10-30 2013-07-10 株式会社日立製作所 ストレージ装置、及びストレージコントローラ内部ネットワークのデータ経路フェイルオーバー方法
US8635057B2 (en) * 2009-03-30 2014-01-21 Microsoft Corporation Enlightenment for low overhead hardware access
US8381033B2 (en) * 2009-10-30 2013-02-19 International Business Machines Corporation Fault management in virtual computing environments
US20110113426A1 (en) * 2009-11-09 2011-05-12 Hsiang-Tsung Kung Apparatuses for switching the running of a virtual machine between multiple computer devices belonging to the same computer platform and the associated switching methods
JP5493125B2 (ja) * 2010-02-05 2014-05-14 株式会社日立製作所 仮想化方法及び計算機
JP5463267B2 (ja) * 2010-11-19 2014-04-09 株式会社日立製作所 仮想計算機システムおよび仮想計算機の移行方法
JP5758914B2 (ja) * 2010-12-21 2015-08-05 パナソニック インテレクチュアル プロパティ コーポレーション オブアメリカＰａｎａｓｏｎｉｃ Ｉｎｔｅｌｌｅｃｔｕａｌ Ｐｒｏｐｅｒｔｙ Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎ ｏｆ Ａｍｅｒｉｃａ 仮想計算機システム及び仮想計算機システム制御方法
US8499112B2 (en) * 2011-08-16 2013-07-30 Hitachi, Ltd. Storage control apparatus
JP5754294B2 (ja) * 2011-08-17 2015-07-29 富士通株式会社 情報処理装置、情報処理方法及び情報処理プログラム
US9075642B1 (en) * 2011-09-30 2015-07-07 Emc Corporation Controlling access to resources using independent and nested hypervisors in a storage system environment
WO2013121531A1 (ja) * 2012-02-15 2013-08-22 株式会社日立製作所 仮想計算機システム及び仮想計算機の障害予兆回復方法
KR101471879B1 (ko) * 2012-10-31 2014-12-11 삼성에스디에스 주식회사 하이퍼바이저 기반 서버 이중화 시스템, 그 방법 및 서버 이중화 컴퓨터 프로그램이 기록된 기록매체
US9229752B2 (en) * 2013-03-12 2016-01-05 International Business Machines Corporation Systems and methods to offload hardware support using a hypervisor subpartition
US9606818B2 (en) * 2013-03-14 2017-03-28 Qualcomm Incorporated Systems and methods of executing multiple hypervisors using multiple sets of processors
JP5941868B2 (ja) * 2013-04-18 2016-06-29 株式会社日立製作所 仮想計算機システムおよび仮想計算機におけるｉ／ｏ実施方法
GB2518894A (en) * 2013-10-07 2015-04-08 Ibm A method and a system for operating programs on a computer cluster

Also Published As

Publication number Publication date
GB201608554D0 (en) 2016-06-29
JP6198858B2 (ja) 2017-09-20
JPWO2015122007A1 (ja) 2017-03-30
GB2537760A (en) 2016-10-26
US10162663B2 (en) 2018-12-25
WO2015122007A1 (ja) 2015-08-20
CN105900066B (zh) 2018-05-11
US20160378533A1 (en) 2016-12-29
CN105900066A (zh) 2016-08-24

Similar Documents

Publication Publication Date Title
DE112010003554B4 (de) Symmetrische Direktmigration von Virtuellen Maschinen
DE10393920B4 (de) Verfahren und Systeme zur Steuerung virtueller Maschinen
DE3586359T2 (de) System und verfahren zum durchfuehren von ein-/ausgabeoperationen fuer ein virtuelles system.
DE102006061939B4 (de) Verfahren und Vorrichtung zum Zugriff auf eine speicherabgebildete Vorrichtung durch einen Gast
DE102007062744B4 (de) Guest-Host-Adressübersetzung für den Zugriff von Geräten auf einen Speicher in einem partitionierten System
DE112011102183B4 (de) Beschleuniger für die Migration virtueller Maschinen
CN104508634B (zh) 虚拟机的动态资源分配
DE69901176T2 (de) Rechnersystem mit einem emulationscoprozessor und verfahren zur emulation eines anwendungsprogramms
DE112011102115B4 (de) Transparente Steigerung von Energieeinsparungen in einer Energieverbrauchs-Steuerungsumgebung
DE112008002888T5 (de) Hardwarevorrichtungsschnittstelle, die Transaktionsauthentifizierung unterstützt
DE112012005209T5 (de) Brückenfunktion zwischen Virtual Machine Monitor und Bare-Metal-Bootvorgang
DE112011100392T5 (de) Ressourcenaffinität durch dynamisches hinzufügen oder entfernen von warteschlangenpaaren für netzadapter mit software zur empfangsseitigen skalierung (rss)
DE112017001027T5 (de) Seitenfehlerbehebung
DE112007002201T5 (de) Quality-of-Service-Implementierung für Plattformressourcen
DE102013200503A1 (de) Virtualisierungs-Support zum Speichern und Wiederherstellen von Zuständen einer Sprungvorhersage-Logik
DE102010001339A1 (de) Verwalten von Anforderungen von Betriebssystemen, die in virtuellen Maschinen ablaufen
DE112010005821T5 (de) Kontextwechsel
DE112016004297T5 (de) Technologien für mehrstufige virtualisierung
DE102015002191A1 (de) Sicherheits-Hypervisor-Funktion
DE102009060265A1 (de) Effiziente Verwendung einer Remapping(Neuzuordnung)-Engine
DE112014002754T5 (de) Effiziente Aufgabenplanung unter Verwendung eines Sperrmechanismus
DE112014005348T5 (de) Computer und Hypervisor-basiertes Betriebsmittelplanungsverfahren
DE102016203808A1 (de) Verringern der Bevorrechtigung virtueller Maschinen in einer virtualisierten Umgebung
DE112015001502T5 (de) Ausstieg aus mehreren Threads in einem Computer
DE112016007336B4 (de) Informationsverarbeitungsvorrichtung, Vorrichtungszuweisungsverfahren undVorrichtungszuweisungsprogramm

Legal Events

Date Code Title Description
R012 Request for examination validly filed
R079 Amendment of ipc main class

Free format text: PREVIOUS MAIN CLASS: G06F0011160000

Ipc: G06F0009500000

R119 Application deemed withdrawn, or ip right lapsed, due to non-payment of renewal fee