JP2633488B2 - 並列処理を実行する方法およびシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、一般的な補助プロセッ
サを使用して、それ以外の点では通常の計算システムで
並列処理拡張を実行するための手段および方法の提供に
関する。並列処理決定は、プログラミング・アプリケー
ションまたはプログラミング・サブシステムによるか、
ホスト・システムによって行われ、これによって、中央
電子複合体（ＣＥＣ）内の主プロセッサまたは中央プロ
セッサ（ＣＰ）から補助プロセッサに作業をオフロード
する。これらの補助プロセッサを、本明細書ではコエク
セキュータ（共用実行装置／ＣＯＥＸ）と称する。ＣＯ
ＥＸは、ＣＥＣ内の任意の中央プロセッサ上で実行中の
プログラミング・アプリケーションまたはプログラミン
グ・サブシステムによって動的に共用される。動作環境
ソフトウェア・インターフェースおよび動作環境ハード
ウェア・インターフェースを設け、この中で、中央プロ
セッサ上で走行中のプログラムが、コエクセキュータ内
で実行されるコード・モジュールを提供し、呼び出すこ
とができる。これらのコード・モジュールは、アプリケ
ーション・プログラムおよびサブシステム・プログラム
に固有の、これらによって要求される機能を提供する
が、このコード・モジュールは、ＣＥＣのオペレーティ
ング・システムによって保証されるのと同一のアクセス
・セキュリティを有するＣＥＣ記憶域とコエクセキュー
タ記憶域の両方へのアクセスを提供するＣＯＥＸ環境で
実行される。コエクセキュータは、中央プロセッサと非
同期に動作する。

【０００２】コエクセキュータは、後続呼出しのために
その局所記憶域にプログラムと制御テーブルとを含むコ
ード・モジュールをキャッシュ記憶することができ、こ
れによって、ＣＯＥＸ局所記憶域にコード・モジュール
とデータを再ロードするという無駄が省かれる。

【０００３】

【従来の技術】コエクセキュータは、電子記憶域内での
データ移動、データ・ソート、データベース探索、ベク
トル処理、圧縮データの圧縮解除など、計算集中型機能
のオフロードされた非同期処理を提供する、汎用計算シ
ステム内の独立した処理実体である。この手法の利点
は、コエクセキュータのアーキテクチャをＣＥＣ汎用プ
ロセッサと異なるアーキテクチャにできることである。
コエクセキュータのアーキテクチャと機能コマンドセッ
トは、実行すべき特定の機能に関してよりよい性能か、
ＣＥＣプロセッサより良い価格性能比のいずれかをもた
らすように選択される。

【０００４】電子記憶階層内の記憶レベル間でデータの
ページをコピーするという単一の機能を実行できるコエ
クセキュータは、非同期データ移動機構（ＡＤＭ）コプ
ロセッサによって、実アドレスまたは仮想アドレスを使
用して、データを非同期に移動するためにアプリケーシ
ョン・プログラムによって呼び出され、仮想アドレスを
使用して、主記憶（ＭＳ）と拡張記憶（ＥＳ）の両方を
アドレッシングできる。

【０００５】単一のエンジン設計を改良して、同明細書
ではコプロセッサと称する複数のコエクセキュータ・エ
ンジンを共同して動作させ、ＡＤＭ作業を効率的に実行
するためにコプロセッサ・エンジン間で作業負荷を自動
的に再分配する高い信頼性を有するコエクセキュート・
サブシステムをもたらす方法と、そのコプロセッサのう
ちの１つまたは複数に障害が発生した場合であってもＡ
ＤＭの動作を継続させる方法がある。

【０００６】また、ソフトウェアからソフトウェアへの
インターフェース（以下、ソフトウェア−ソフトウェア
・インターフェースと称す）とソフトウェアからハード
ウェアへのインターフェース（以下、ソフトウェア−ハ
ードウェア・インターフェースと称す）を提供するオペ
レーティング・システム・サービスを介して、同明細書
でコプロセッサと称するＡＤＭコエクセキュータを呼び
出す方法がある。ソフトウェア−ソフトウェア・インタ
ーフェースは、拡張記憶の使用を必要とするユーザ・プ
ログラムに、ＡＤＭ機能の使用を得るための方法を提供
する。ソフトウェア−ハードウェア・インターフェース
は、オペレーティング・システム・サービスが機能の存
在を発見し、初期設定と呼出しを制御し、機能の完了と
終了情報を処理するための手段を提供する。

【０００７】このインターフェースの一部として、ＥＳ
を同時にアクセスする可能性のある複数のプロセスの間
でのデータ保全性を維持するために、ハードウェアによ
って、ＥＳ仮想アドレスへのアクセスの同期化が実施さ
れる。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、コエ
クセキュータ内で、呼出し側プロセッサ内に存在するの
と同一の動作の保全性とデータ・セキュリティを実施す
る環境で、コード・モジュールをコエクセキュータ・エ
ンジンにロードでき、実行できるようにするコエクセキ
ュータを提供する一般的なコエクセキュータ機能を教示
することである。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、一般的な補助
プロセッサを使用して、通常のＳ／３９０メインフレー
ムに類似のものとすることのできる計算システムで並列
処理拡張を実行するための手段および方法を提供する。
並列処理決定は、プログラミング・アプリケーション、
プログラミング・サブシステムまたはホスト・システム
によって行われ、これらは、中央電子複合体（ＣＥＣ）
内の主プロセッサである中央プロセッサ・エンジン（Ｃ
Ｐ）から補助プロセッサに作業をオフロードすることの
決定を通信する。これらの補助プロセッサを、本明細書
ではコエクセキュータ（共用実行装置／ＣＯＥＸ）と称
する。ＣＯＥＸハードウェアは、ＣＥＣ内の任意の中央
プロセッサ上で実行中のプログラミング・アプリケーシ
ョン、プログラミング・サブシステムおよびホスト・オ
ペレーティング・システム（ホストＯＳ）によって動的
に共用される。本発明は、１つまたは複数のＣＰ、入出
力サブシステムおよび共用電子記憶域からなるＣＥＣ内
の独立した計算実体としてのＣＯＥＸを提供する。共用
電子記憶域は、主記憶（ＭＳ）と称する中央電子記憶域
を有し、拡張記憶（ＥＳ）と称する第２レベルの電子記
憶域を有することができる。

【００１０】ＣＯＥＸは、単一または複数の命令ストリ
ームをサポートでき、各ＣＯＥＸ命令ストリームは、Ｃ
Ｐのコンピュータ・アーキテクチャと異なってもよいＣ
ＯＥＸコンピュータ・アーキテクチャで記述されたプロ
グラムを実行する。これらのＣＯＥＸ複数命令ストリー
ムは、複数のＣＯＥＸプロセッサによってサポートさ
れ、この複数のＣＯＥＸプロセッサのコンピュータ・ア
ーキテクチャは、お互いに同一でも異なってもよく、Ｃ
Ｐと同一でも異なってもよい。選択されるＣＯＥＸアー
キテクチャは、ＣＰ上での機能の実行の価格性能比と比
較して、ＣＰ機能をＣＯＥＸにオフロードした時に優秀
な価格性能比をもたらすように選択される。したがっ
て、ＣＯＥＸアーキテクチャは、ＣＰ命令、ＣＰ記憶域
アドレッシングおよびＣＥＣ内のＣＰ入出力によって使
用されるＣＰアーキテクチャと完全に異なってもよい。

【００１１】ＣＯＥＸの目的は、頻繁に要求される計算
集中型機能のＣＰ処理をオフロードすることと、コンピ
ュータ・システムの全体性能を高めるために、オフロー
ドされた作業をＣＥＣ内のＣＰ処理と並行して処理する
ことと、その処理コストを下げることである。

【００１２】ソフトウェア・ユーザがデータ処理システ
ム内のハードウェア・コエクセキュータ（ＣＯＥＸ）を
使用するために、ソフトウェア−ソフトウェア・インタ
ーフェースとソフトウェア−ハードウェア・インターフ
ェースを設ける。ＣＥＣのソフトウェア・ユーザは、ア
プリケーション・プログラムを動作させ、このアプリケ
ーション・プログラムは、ホストＯＳの下または、ホス
トＯＳの下で動作するプログラミング・サブシステムの
下のいずれかで動作する。オペレーティング・システム
の最低レベル（すなわち、アプリケーション・プログラ
ムの真上のＯＳ）は、ソフトウェア−ソフトウェア・イ
ンターフェースを使用して、ＣＯＥＸコード・モジュー
ルによってサポートされるアプリケーション内の機能
の、ホストＯＳへのパラメータ・リストを提供する。そ
の後、ホストＯＳは、サブシステムから受け取ったリス
ト内の、既存のコード・モジュールによって実行できる
機能の一部またはすべてのためのコード・モジュールの
リストを含む形式ＣＰ要求オペランド指定を用意する。
次に、ホストＯＳは、あるＣＰを選択し、情報を与え
て、ＣＰ要求をＣＯＥＸに通信する命令を実行させる。
これが、ＣＰ要求をＣＯＥＸに発行するソフトウェア−
ハードウェア・インターフェースである。ＣＯＥＸプロ
セッサは、リストされたコード・モジュールを、中央プ
ロセッサの動作と非同期に、これと並行して実行する。

【００１３】ホストＯＳは、あるアプリケーション・プ
ログラムに関して受け取った単一の機能リストのため
に、１つまたは複数のＣＰ要求を用意するというオプシ
ョンを有する。ホストＯＳは、そのリスト上の異なる機
能のために複数のＣＰ要求を用意でき、ＣＯＥＸは、そ
のＣＯＥＸ内の異なる命令ストリーム上で並列に異なる
ＣＰ要求をディスパッチでき、その後、このＣＯＥＸ
は、受け取ったリスト内の機能間に示される依存性に応
じて、異なるコード・モジュールを並列に実行するか、
オーバーラップした形で実行することができる。

【００１４】また、ホストＯＳは、受け取ったリストに
含まれる機能のなかにＣＯＥＸによって実行できないも
のがあるかどうかを判定する。ＣＯＥＸによって実行で
きない機能が存在する場合、ホストＯＳは、どのＣＰ要
求にもコード・モジュールを一切含めず、たとえば元々
の要求元のアプリケーション・プログラムのＣＰ実行の
一部として、ＣＰにその機能を実行させる。

【００１５】各ＣＯＥＸプロセッサは、ＭＳとＥＳの両
方を含む、ＣＥＣの共用中央電子記憶域への直接ハード
ウェア・アクセスを有する。ＣＯＥＸ自体は、１つまた
は複数のプロセッサ内の１つまたは複数の命令ストリー
ムから構成できる。ＣＯＥＸ局所記憶域は、コード・モ
ジュール（プログラム命令）とそれに必要なデータを受
け取り、その全体をそのＣＯＥＸ内で実行することがで
きる。ＣＯＥＸ局所記憶域は、ＣＯＥＸ命令ストリーム
によって共用でき、もしくは、ＣＯＥＸ記憶域を、単一
のＣＯＥＸ命令ストリーム専用とすることができる。ま
た、ＣＯＥＸには、オフロードされる機能の実行に含ま
れる特定のＣＯＥＸ動作を加速するため専用のハードウ
ェアを含めることができる。ＣＯＥＸ記憶域は、ＣＰハ
ードウェアからはアクセスできない。

【００１６】コード・モジュールは、成功裡に実行され
るために、そのコード・モジュールを実行する特定のＣ
ＯＥＸ命令ストリームに関するＣＯＥＸアーキテクチャ
仕様に合わせてコード化またはコンパイルされなければ
ならない。特定のコード・モジュールに関する特定のＣ
ＯＥＸ命令ストリームの選択は、その時点でどのＣＯＥ
Ｘ命令ストリームが使用可能であるかに応じて、ＣＯＥ
Ｘ内で自動的に行うことができる。その代わりに、ＣＯ
ＥＸ命令ストリームを、ＣＯＥＸへのＣＰ要求内で指定
することができる。このどちらの場合でも、ＣＰ要求
で、要求されたオフロードされた作業を実行するためＣ
ＯＥＸによって実行されるコード・モジュールを指定し
なければならない。

【００１７】ＣＯＥＸ制御プログラムは、ＣＯＥＸのハ
ードウェア要素の動作を制御し、ＣＯＥＸとホストＯＳ
の間の相互作用を管理し、ＣＯＥＸ環境内で実行中のコ
ード・モジュールが必要とするサービスを提供する。Ｃ
ＯＥＸ制御プログラムは、ＣＯＥＸ動作をＣＥＣのＣＰ
内で実行中のＣＥＣホストＯＳと調整するために、ＣＯ
ＥＸ内で実行される。

【００１８】各コード・モジュールは、ＣＰ要求内で指
定されたアドレスとしてＣＯＥＸに供給されて、ＣＯＥ
ＸがＣＥＣ中央電子記憶域（すなわちＣＥＣ共用記憶
域）内でそのコード・モジュールを突き止められるよう
にする。

【００１９】ＣＥＣホスト・オペレーティング・システ
ムは、ＣＥＣ内での複数の独立なプログラミング・サブ
システムとアプリケーションの動作をサポートすること
ができる。このホストＯＳは、ＣＯＥＸ動作に関するＣ
Ｐ要求のＣＯＥＸへの実際の信号発生も制御する。プロ
グラミング・サブシステム（ホストＯＳの下で動作す
る）は、ホストＯＳに対してＣＯＥＸ呼出しの要求を行
い、このホストＯＳは、ＣＰを介して動作して、そのＣ
Ｐ要求をサブシステム・プログラムからＣＯＥＸハード
ウェアに電子的に中継する。

【００２０】ホストＯＳは、ＣＥＣ全体のデータ・アク
セス制御の維持に関して、主な責任を負う。すなわち、
ホストＯＳは、アプリケーション・プログラム、そのサ
ブシステム・プログラムおよびＣＯＥＸの間の媒介物で
ある。

【００２１】より単純なＣＥＣには、システム全体を制
御するＯＳが１つだけ存在する場合がある。この場合、
その単一のＯＳが、ホストＯＳとサブシステムＯＳの両
方として働いて、ＣＯＥＸに対するソフトウェア−ソフ
トウェア・インターフェースとソフトウェア−ハードウ
ェア・インターフェースを提供する。

【００２２】ホストＯＳは、ＣＯＥＸに各ＣＰ要求に関
する制約情報を供給して、実記憶域のうちでそのＣＯＥ
Ｘがアクセスしてはならない部分をＣＯＥＸがアクセス
しないようにする。これによって、コード・モジュール
を実行する時のＣＯＥＸアクセスが、そのコード・モジ
ュールの呼出しを引き起こしたアプリケーションとその
サブシステムから使用可能なデータだけに制限され、こ
れらの制約は、ＣＯＥＸ処理と、指定されたコード・モ
ジュールに関するＣＰ内の処理の両方に適用される。

【００２３】したがって、本発明は、ホストＯＳ、サブ
システムＯＳ、ＣＥＣ内のＣＰおよびＣＯＥＸのすべて
に、システム内の正しい動作を維持し、データ保全性を
維持するように共同して作業させる。したがって、保護
されないアプリケーションまたは保護されないサブシス
テムによってコード・モジュールが指定される場合であ
っても、すべてのサブシステム要求が、ホストＯＳを介
してフィルタリングされ、制約を追加され、これによっ
て、そのモジュールのＣＯＥＸ実行が記憶域内のデータ
に損傷を与えたり、ＣＥＣシステム全体の保全性を侵害
することがなくなる。

【００２４】さらに、ホストＯＳは、ソフトウェア−ハ
ードウェア・インターフェースの一部として、ＣＰ要求
を受け取るためのＣＯＥＸ待ち行列を設け、維持するこ
とができる。これらの待ち行列は、ＣＯＥＸ命令ストリ
ームに作業を割り当てるために、ＣＯＥＸ ＯＳによっ
てアクセスできる。これらの待ち行列は、単一のＣＯＥ
Ｘによって、または、１ＣＥＣ内のＣＯＥＸの組によっ
て共用できる。

【００２５】ＣＯＥＸの呼出しの各インスタンスは、互
いに独立であり、特定のサブシステムに特別にＣＯＥＸ
を割り振らずに、複数の独立なプログラミング・サブシ
ステムが１つまたは複数のＣＯＥＸの要求を行えるよう
になっている。ホストＯＳは、ＣＯＥＸに対して動作を
動的にスケジューリングする責任を負う。ＣＯＥＸ動作
に関する要求を受け取り、ＣＯＥＸが使用中またはＣＯ
ＥＸへのハードウェア経路が使用中であるために必要に
なるＣＯＥＸ動作に関する要求の待ち行列化をもたら
し、特定の要求に関するＣＯＥＸのＣＥＣ記憶域アクセ
スを制限するためにＣＯＥＸによって使用される情報を
提供し、次に実行すべき動作についてＣＯＥＸに信号を
送り、ＣＯＥＸから完了信号を受け取り、ハードウェア
・エラー報告を処理し、要求元のサブシステムに要求さ
れた動作の完了と終了状況を通知する目的の、ホストＯ
Ｓサービスを設ける。

【００２６】１つのＣＯＥＸが、複数のプログラミング
・サブシステムを交互にサービスすることができる。あ
るＣＯＥＸ動作の完了後にＣＯＥＸ内でキャッシュ記憶
されたままにしておける情報は、コード・モジュールと
制御データ・テーブルの組であり、この組は、ＣＯＥＸ
局所記憶域にキャッシュ記憶されたままになることがで
き、この記憶域では、これらの組が、ＣＯＥＸ局所記憶
域内の動作区画によってサポートされるＣＯＥＸ論理デ
ィレクトリによって区別される。

【００２７】ホストＯＳの下の１ＣＥＣ内で複数のＯＳ
を動作させて、たとえばＩＢＭ社のＰＲ／ＳＭシステム
などのハードウェア区分ハードウェア／ソフトウェアを
使用することによって、ＣＥＣのハードウェア構成を共
用することができる。

【００２８】複数のＣＯＥＸプロセッサを１つのＣＯＥ
Ｘ内に設けることができ、これらのＣＯＥＸプロセッサ
は、汎用プロセッサとすることができる（それぞれが異
なるアーキテクチャを有してもよい）。ＣＯＥＸプロセ
ッサは、異なるコーディングを行われたプログラムを実
行させることによって、指定された機能に合わせて仕立
てられる。これらのコード・モジュールは、それぞれの
ＣＯＥＸアーキテクチャ環境で実行される。割り当てら
れたＣＯＥＸプロセッサのそれぞれのアーキテクチャで
コード化された、異なるコード・モジュールのいずれも
が、同一の機能を実行することができる。必要なコード
・モジュールは、ホスト・プログラムによってＣＯＥＸ
に対するＣＰ要求内で指定することができる。すべての
ＣＯＥＸプロセッサに関して同一のアーキテクチャを有
する（このＣＯＥＸプロセッサのアーキテクチャはＣＰ
のアーキテクチャと異なってもよい）ことの利点が、オ
フロード可能な機能のそれぞれについて１つのコード・
モジュールだけを提供すればよいということである。も
ちろん、ＣＯＥＸプロセッサは、ＣＰと同一のアーキテ
クチャを使用してよいが、異なるアーキテクチャを有す
るＣＯＥＸを有すると、（ＣＰと比較して）ＣＯＥＸプ
ロセッサのサイズがより小さいので、より低コストの小
型市販プロセッサをＣＯＥＸプロセッサとして使用で
き、最も経済的になるという長所がある。

【００２９】したがって、本発明の主目的は、プログラ
ミング・サブシステムによって要求された際にＣＰの機
能をＣＯＥＸプロセッサにオフロードすることである。
このようなサブシステムは、所望の機能を実行するため
ＣＯＥＸ内での実行に関してそれぞれのコード・モジュ
ールによって指定された１つまたは複数の機能をオフロ
ードするためにＣＯＥＸを使用する許可を得ることがで
きる。異なるプログラミング・サブシステムが、異なる
機能をオフロードでき、同一のサブシステムの異なる版
が、同一のコード・モジュールの異なる版を要求するこ
とができる。この種の可変性を許容することによって、
たとえば、プログラミング・サブシステムがデータ・フ
ォーマットをサブシステムのある版またはリリースから
次の版またはリリースに変更でき、なおかつ作業をＣＰ
からＣＯＥＸにオフロードできるようになる。

【００３０】また、異なる制御データ・テーブルのアク
セスを必要とするＣＰ機能が存在するが、このような機
能の実行も、異なるＣＯＥＸ呼出しのためにコード・モ
ジュール内に必要な制御データ・テーブルを置くことに
よって、ＣＰからＣＯＥＸにオフロードすることができ
る。したがって、コード・モジュールには、制御データ
または実行可能プログラム・コードもしくはその両方が
含まれる可能性がある。たとえば、一部のデータ圧縮展
開アルゴリズムでは、処理されるデータに応じて、圧縮
展開に異なるデータ辞書を使用する必要がある。特定の
呼出し中にこのような制御データを使用するＣＯＥＸに
よって実行される機能に関して広範囲の柔軟性を提供す
るために、制御データ・テーブルを含むコード・モジュ
ールを、ホスト制御プログラムによる要求に応じてＣＥ
Ｃの主記憶または拡張記憶から取得する。このような場
合、オフロードされたＣＰ作業の１単位を実行するため
のＣＯＥＸ実行に、要求された機能のためのコードを含
むモジュールと要求された機能のための制御データを含
むもう１つのモジュールなど、複数のコード・モジュー
ルを含むＣＯＥＸの初期設定が必要になる可能性があ
る。

【００３１】したがって、ＣＯＥＸ呼出しの要求のそれ
ぞれで、プログラム・コードを含む１つのコード・モジ
ュール名、その機能レベルまたは版を指定することがで
きる。また、同一の要求で、制御データ・テーブルの名
前と版を含む別のコード・モジュールを指定することが
できる。さらに、ＣＯＥＸ呼出しの要求（ＣＰ要求）で
は、ＣＯＥＸがＣＰ共用記憶域内のこれらのコード・モ
ジュールのアクセスを必要とする場合に、それを可能に
するためにＣＰ仮想アドレスを使用することができる。
プログラミング・サブシステムは、その呼出し要求でＯ
Ｓにこの情報を提供することができ、この情報は、ホス
トＯＳによるＣＯＥＸへのＣＰ要求の一部とすることが
できる。

【００３２】ＣＯＥＸに対するＣＰ要求のそれぞれの書
式には、たとえば要求された実行可能コードまたは制御
データ・テーブルに関する、モジュール内容の機能と版
の両方を表すモジュール・トークンを有するＣＯＥＸ動
作ブロック（ＣＯＢ）を含めることができる。この構造
的書式を用いると、ホストＯＳが、オフロードされる機
能用のＣＯＥＸコード・モジュール内の機能に使用され
るアルゴリズムを変更でき、データ・フォーマットを変
更でき、ＣＯＥＸハードウェア設計に影響を与えずに時
間の上で制御データ・テーブルの組を変更できるように
なる。ＣＯＥＸコード・モジュールには、機能を実行す
る際にＣＯＥＸによって処理されるデータのＣＥＣ記憶
域での仮想アドレスを指定するパラメータ・リスト（Ｐ
ＡＲＭＬＩＳＴ）のアドレスと動作制御ブロックを含め
ることができ、さらに、ＣＯＥＸ処理結果を記憶すべき
ＣＥＣ仮想アドレスを含めることができる。

【００３３】ＣＯＥＸ呼出し処理の性能を高めるため
に、ＣＯＥＸ記憶域で、最も最近に実行されたコード・
モジュール（コード、制御データ・テーブルおよび他の
制御データ）の論理キャッシュ（ＣＯＥＸ局所記憶域
内）を維持することができる。呼出しのそれぞれの際
に、ＣＯＥＸは、そのキャッシュ内で指定されたモジュ
ールを探索し、要求されたコード・モジュールがまだＣ
ＯＥＸキャッシュ内にない場合に限ってＣＥＣ共用記憶
域からモジュールをアクセスする。このキャッシュ記憶
と、ＣＥＣ共用記憶域からの未発見項目の検索は、ホス
トＯＳまたは他のプログラミング・サブシステムとの相
互作用なしに、ＣＯＥＸによって自動的に行うことがで
きる。ＣＯＥＸは、キャッシュ記憶されたコード・モジ
ュール（および、コード・モジュールの名前と版によっ
てそのプログラムと制御データ・テーブル）を含むキャ
ッシュ・ディレクトリを維持できる。

【００３４】好ましい実施例では、元々の要求元のプロ
グラミング・サブシステム（またはホストＯＳ）だけ
が、キャッシュ記憶されたコード・モジュールのプログ
ラムまたは制御テーブルの使用を許可される。これは、
ＣＯＥＸがそのキャッシュ・ディレクトリを使用するこ
とによって実施される。そのような動作のために、ディ
レクトリ項目には、要求元とキャッシュ記憶されたモジ
ュールのそれぞれがどのように使用されたかの表示も含
まれる。ディレクトリ情報を用いると、ＣＯＥＸ記憶域
管理機能によって、キャッシュが満杯であり、キャッシ
ュに含まれないコード・モジュールに関する新しい要求
を受け取った時に、ＣＯＥＸキャッシュ記憶域内のどの
項目を上書きすべきかを決定できるようになる。この新
しいコード・モジュールを、ＣＯＥＸ内の記憶域に割り
当て、実行のためＣＥＣ共用記憶域からそこにコピーし
なければならない。その後、ＣＯＥＸ記憶域管理機能
は、新モジュールがＣＯＥＸ局所記憶域内のどこに常駐
し、必要な時にはそれが何を上書きするかを決定する。

【００３５】したがって、ＣＯＥＸキャッシュ（ＣＯＥ
Ｘ局所記憶域内）には、最近ＣＯＥＸ動作によって要求
され、将来の動作でもう一度使用されるという予想に基
づいてセーブされたコード・モジュールのコピーが含ま
れる。

【００３６】したがって、異なる呼出し側プログラミン
グ・サブシステムまたはホストＯＳが、各呼出し用の同
一のまたは異なる制御データ・テーブルを含む、同一の
または異なるコード・モジュールもしくは同一のコード
・モジュールの異なる版を使用して同一のハードウェア
ＣＯＥＸを共用することができる。ＣＯＥＸは、必ずし
もＣＥＣ共用記憶域から必要なコード・モジュールをロ
ードすることなく、ある実行のための正しいモジュール
と制御テーブルを提供できる。

【００３７】ＣＯＥＸハードウェアは、複数の「論理コ
エクセキュータ」（論理ＣＯＥＸ）を用いて動作するこ
とが好ましい。論理コエクセキュータの動作をコンピュ
ータ・システム内で開始できるようになる前に、これら
の論理コエクセキュータが、そのコンピュータ・システ
ム内のソフトウェア−ソフトウェア・インターフェース
とソフトウェア−ハードウェア・インターフェースによ
って認識されなければならない。論理ＣＯＥＸは、セッ
トアップされ、初期設定されなければならない。本発明
の論理ＣＯＥＸは、ソフトウェア−ソフトウェア・イン
ターフェースおよびソフトウェア−ハードウェア・イン
ターフェースを使用して、ＣＥＣホストＯＳと論理コエ
クセキュータの間で通信することができる。

【００３８】これらＡＤＭタイプのインターフェースを
使用するには、初期設定手順を使用して、論理コエクセ
キュータを初期設定することができる。本発明の好まし
い実施例では、この初期設定手順が使用される。

【００３９】従来のＡＤＭは、コプロセッサへのコード
・モジュールの動的転送を全く使用せずに、所定の機能
だけ（すなわちＡＤＭと入出力機能）を実行する。その
一方で、本発明のＣＯＥＸは、所定の機能を使用しな
い。というのは、そのＣＰ要求が、任意のＣＯＥＸ動作
に関して各機能（後に記述するか以前に記述されたプロ
グラムとすることができる）を定義するため動的に提供
されるコード・モジュールによって動的に決定されるか
らである。

【００４０】論理ＣＯＥＸは、各論理コエクセキュータ
を表すようにユニット制御ブロック（ＵＣＢ）をホスト
ＯＳが初期設定することによってセットアップされる。
各論理ＣＯＥＸには、ホストＯＳと論理ＣＯＥＸの間の
相互通信に使用されるサブチャネル（ＳＣＨ）が関連す
る。ＵＣＢの連鎖と要求の待ち行列が、論理ＣＯＥＸの
すべてに関して確立される。というのは、論理ＣＯＥＸ
のいずれもが、すべての要求をサービスできるからであ
る。しかし、これらのＣＯＥＸ用のＵＣＢ連鎖と要求待
ち行列は、ＡＤＭコプロセッサ（ＣＯＰ）用のＵＣＢ連
鎖および要求待ち行列とは別である。というのは、論理
ＣＯＥＸがＡＤＭ要求を実行せず、ＡＤＭ ＣＯＰがＣ
ＥＣ記憶域から指定されたプログラムを実行できないか
らである。これらのＣＯＥＸのためのＯＳの構造と処理
は、論理ＣＯＥＸ用とＡＤＭ ＣＯＰ用に使用されるＵ
ＣＢ待ち行列および要求待ち行列が従来と異なる機能Ｃ
ＯＥＸ ＳＣＨのために新しいＳＣＨタイプを定義し、
これによって、入出力ＳＣＨ、ＡＤＭ ＳＣＨおよび他
のタイプから機能ＣＯＥＸ ＳＣＨを区別する。ＯＳ
は、Ｓ／３９０のストア・サブチャネル（ＳＳＣＨ）命
令の使用を介してシステム初期設定時に発見された動作
するＳＣＨに基づいて、ＵＣＢを生成する。その命令が
返すサブチャネル情報ブロック（ＳＣＨＩＢ）が、ＳＣ
Ｈタイプを表す。論理ＣＯＥＸは、独自のタイプ、たと
えば４を有する。論理ＣＯＥＸは、前の動作の実行に既
に使用中ではない、そのタイプのＳＣＨのいずれかを介
して呼び出される。

【００４１】論理ＣＯＥＸのＵＣＢ待ち行列が作成され
た後に、プログラミング・サブシステムからのパラメー
タ・リストを使用し、ソフトウェア−ソフトウェア・イ
ンターフェースを介してＣＥＣのＯＳによってＣＯＥＸ
動作に関する要求を受け取ることができる。ホストＯＳ
は、ＣＯＥＸの要求するインターフェース書式へパラメ
ータリストを変換し、必要なシステム情報を追加し、こ
の要求を要求待ち行列に置く。このホスト処理には、ア
ドレス空間またはハイパー空間識別のＳ／３９０実施例
でのセグメント・テーブル指定（ＳＴＤ）への変換を含
めることができ、ＣＯＥＸによるＣＥＣ記憶域へのアク
セスに使用されるＣＥＣ記憶キーなど、他のアクセス許
可情報の提供を含めることができる。各ＳＴＤによっ
て、単一アドレス空間内の仮想アドレスを実アドレスに
変換する方法に関連するシステム・テーブルが定義され
る。

【００４２】論理ＣＯＥＸのＵＣＢが使用中でない場
合、そのＣＯＥＸに対して発行される要求のＣＯＥＸ動
作ブロックを指す動作要求ブロック（ＯＲＢ）が作成さ
れ、このＯＲＢが、サブチャネル開始（ＳＳＣＨ）命令
のオペランドとしてアドレッシングされる。その後、入
出力サブシステムを介する間接指定を使用できる。ＳＳ
ＣＨ命令の実行によって、ハードウェア要求待ち行列内
で入出力サブシステムに関してその動作を待ち行列化す
ることができ、入出力サブシステムが信号を受ける。そ
の後、入出力サブシステムは、それに関する要求が待ち
行列で保留中になっていることをＣＯＥＸに通知する。
この場合、使用される待ち行列は、すべての入出力要求
とＡＤＭ ＣＯＥＸ要求をアドレッシングされたＳＣＨ
に通信するのに使用されるのと同一の待ち行列である。
ある動作の完了または打切りが、ホストＯＳに通信され
る。終了した動作は、元々のＣＯＥＸ動作が呼び出され
た時にアドレッシングされていたＳＣＨ番号によって識
別される。

【００４３】その後、好ましい実施例では、ＣＯＥＸ動
作が完了するか打ち切られた時に、これが、Ｓ／３９０
入出力アーキテクチャに従い、ＣＥＣの中央プロセッサ
へのＣＯＥＸハードウェアによる入出力割込みによって
報告される。中央プロセッサのうちの１つが、割込み信
号のそれぞれを受け入れ、これをＳ／３９０入出力プロ
グラム割込みによってホストＯＳに供給する。論理ＣＯ
ＥＸ動作では、Ｓ／３９０のサブチャネル・テスト命
令、割込み要求ブロックおよびサブチャネル状況ワード
のすべてが、従来のＡＤＭ ＣＯＰ動作の場合と同一の
フォーマットを有し、動作完了割込み処理で同一の役割
を演じる。

【００４４】割込み処理ＯＳソフトウェアは、完了した
要求を生成した作業ユニットを、ＣＥＣの中央プロセッ
サ上での実行に関するディスパッチのために作動可能に
する。論理ＣＯＥＸ要求待ち行列を、空きＵＣＢとそれ
に対応するＳＣＨが保留中の作業に関して検査し、保留
中の作業要求がある場合、これを新たに解放されたＵＣ
Ｂに割り当てて、ＣＯＥＸを呼び出す。

【００４５】ＣＯＥＸハードウェアと制御プログラムが
一緒になって、データ・アクセスや信号発生を含むＣＥ
Ｃプロセッサおよび記憶域との相互作用のすべてを処理
する。ＣＯＥＸ制御プログラムは、そこで実行中のコー
ド・モジュールによって使用されるサービスの組を提供
する。これには、共用ＣＥＣ中央電子記憶域、ＭＳまた
はＥＳからデータを取得したり、そこに結果を返すＣＥ
Ｃデータ・アクセス・サービスが含まれる。実行の呼出
しの際に、ＣＯＥＸは、要求を実行するために指定され
たコード・モジュールを確立し、指定された制御データ
・テーブルのすべてをＣＯＥＸ局所記憶内のモジュール
からアドレス可能にし、また、そのコード・モジュール
にとって重要な動作制御ブロック情報をＣＯＥＸ局所記
憶域内でアドレス可能にする。たとえば、これには、指
定されたモジュールによってＣＯＥＸ内で処理されるデ
ータを含むすべてのＣＥＣ記憶区域の仮想アドレスと範
囲が含まれるはずである。しかし、このデータは、その
機能がＣＥＣ中央プロセッサ内で実行された場合に有効
になるのと同一のレベルのシステム・データ保全性を維
持するために、使用可能なＣＯＥＸ ＣＥＣ記憶域デー
タ・アクセス・サービスを介してアクセスしなければな
らない。コード・モジュールは、ＣＯＥＸ局所記憶域内
でキャッシュ記憶される可能性があり、これらは、無変
更の状態でそこに保存されなければならないので、すべ
ての制御データ・テーブルを含むコード・モジュール
は、モジュール実行中に読取り専用として保護される
か、ＣＯＥＸハードウェアが読取り専用記憶域アクセス
動作を提供しない場合には、モジュール実行のインスタ
ンスごとに１つのコピーを作成してこれを使用する。そ
の後、コード・モジュールは、その作業記憶域として局
所ＣＯＥＸ記憶域内で実行される。また、モジュール実
行要求に応答して、データをＣＥＣ共用記憶域から取り
出し、モジュールによる使用のためにＣＯＥＸ局所記憶
域内で使用可能にすることができる。実行結果は、ＣＯ
ＥＸ局所記憶域内で作成され、論理モジュールの要求に
よって、ＣＯＥＸ ＣＥＣ記憶域アクセス・サービスの
使用を介してＣＥＣ共用記憶域に返される。

【００４６】ＣＯＥＸハードウェアは、局所記憶域アク
セス制御を提供し、各コード・モジュールへのアクセス
をそのモジュールが占める記憶区域に制限し、その結
果、１モジュール内の誤った実行が、ＣＯＥＸ制御プロ
グラムを上書きしたり、実行中のモジュールの区域の外
部にある特権動作の不正使用によって、システム全体の
データ保全性やシステム使用可能性を損なう可能性をな
くす。あるモジュールの特権動作は、コード・モジュー
ル用のサービスを実行する際にＣＯＥＸ制御プログラム
によって実行され、その結果、システム保全性は損なわ
れない。好ましい実施例では、ＣＯＥＸが、ＣＯＥＸ記
憶域アクセスを制限するために、それ自体の記憶域の一
部を読取り専用として保護し、コード・モジュールにＣ
ＯＥＸ仮想アドレッシングを用いて実行させる能力を有
する。しかし、モジュールの仮想アドレッシング領域内
でＣＯＥＸ制御プログラム要素を定義しないことによっ
て、ＣＯＥＸ制御プログラム要素が、不正アクセスから
保護される。

【００４７】コード・モジュール実行には、ＣＯＥＸ局
所記憶域アクセスとＣＥＣ共用記憶域アクセスの２種類
の仮想アドレッシングが使用される。ＣＯＥＸ局所仮想
アドレッシングは、モジュールがその計算を実行する際
にモジュールの計算命令内で使用され、ＣＯＥＸ局所記
憶域内のオペランドのアクセスと、そのモジュール自体
の命令、たとえば分岐位置やプログラム定数などの参照
に使用される。これらの仮想アドレスは、ＣＯＥＸ実記
憶域内の位置に変換される。ＣＯＥＸ制御プログラムに
よるＣＥＣ記憶域要求では、ＣＯＥＸがデータを取得し
たり、ＣＯＥＸ結果をＣＥＣ共用記憶に返すためにアク
セスしたいＣＥＣ共用記憶位置のＣＥＣ仮想アドレス
を、コード・モジュールが指定する。

【００４８】ＣＥＣ共用記憶域をアクセスするために、
ＣＯＥＸ制御プログラムは、ＣＥＣアドレス変換を使用
する。これは、ＣＥＣホストＯＳによってＣＯＥＸが呼
び出される時にＣＯＥＸに指定されたＣＥＣ変換テーブ
ルを使用して実行される。たとえば、Ｓ／３９０アーキ
テクチャのシステムでは、セグメント・テーブル指定
（ＳＴＤ）をＣＯＥＸに供給して、ＣＯＥＸに対するＣ
Ｐ要求に関連する動作制御ブロックの一部としてＣＥＣ
ホストＯＳによって供給されるＣＯＥＸ要求に含まれる
仮想アドレス空間を識別する。ＳＴＤは、ＣＥＣ共用記
憶域内で変換テーブルを突き止め、これをＣＯＥＸ制御
プログラムが使用して、コード・モジュール内で供給さ
れたＣＥＣ仮想アドレスを変換して、ＣＯＥＸがＣＥＣ
共用記憶域をアクセスできるようにする。その後、仮想
アドレスを変換する必要が生じた際に、ＣＥＣのセグメ
ントとページ・テーブルが、ＣＥＣ記憶域内でアクセス
される。この動的アドレス変換（ＤＡＴ）処理は、参照
によって本明細書に組み込まれる米国特許第５２３７６
６８号明細書で解説されている。ＣＯＥＸハードウェア
は、ＣＯＥＸ制御プログラムの制御の下で、このような
ＣＥＣアドレス変換を実行して、データの取出しと記憶
のためにこのアドレス変換から得られた絶対アドレスを
使用してＣＥＣ共用記憶域をアクセスする。これらのア
クセスでは、システム・データ保全性を維持するため
に、ＣＯＥＸ呼出し時にＣＥＣホストＯＳによって供給
されるＣＥＣ記憶キーを使用することができる。

【００４９】好ましい実施例では、Ｓ／３９０のサブチ
ャネル開始（ＳＳＣＨ）命令を使用して、実行すべき作
業要求が存在することの信号をＣＯＥＸに送る。ＳＳＣ
Ｈ命令のパラメータの１つが、動作要求ブロック（ＯＲ
Ｂ）であり、これには、ＣＯＥＸ動作ブロックのＣＥＣ
記憶域でのアドレスが含まれる。このブロックには、要
求された動作でアクセスされるＣＥＣアドレス空間のそ
れぞれについて１つのＳＴＤを含む、ＳＴＤのリストが
含まれる。実行すべきコード・モジュールは、トークン
によって指定される。トークンは、モジュールの機能
と、コード・モジュールの版を表す。ＣＯＥＸがＣＯＥ
Ｘ局所記憶域でコード・モジュールをキャッシュ記憶せ
ず、ＣＥＣ記憶域からもう一度コード・モジュールを検
索しなければならない場合には、モジュール・アドレス
（アドレス空間ＳＴＤと空間内の仮想位置）とモジュー
ル長が指定される（要求元サブシステムは、指定された
モジュールがＣＯＥＸ記憶域でキャッシュ記憶されない
と仮定する）。ＣＯＥＸ動作ブロックには、入力の取出
しと結果の記憶のためにコード・モジュールのＣＯＥＸ
によってアクセスされる可能性のあるＣＥＣデータ区域
のすべての長さとＣＥＣ仮想アドレスとを含むパラメー
タ・リスト（ＰＡＲＭＬＩＳＴ）のアドレスが含まれ
る。

【００５０】したがって、ＰＡＲＭＬＩＳＴは、ＣＯＥ
Ｘ実行中に使用されるコード・モジュール内のプログラ
ムと制御データ・テーブルのトークンを指定する。トー
クンは、プログラムと制御データ・テーブルの機能と版
を表す。トークンが使用されるのは、ＣＯＥＸ制御プロ
グラム・サービスが、ＣＥＣ共用記憶区域のアクセスを
要求する時である。ＣＥＣ記憶域内の制御ブロック・フ
ィードバック・テーブルのアドレスを指定でき、その結
果、コード・モジュールが、ＣＯＥＸサービスを使用し
てＣＥＣ内の要求元プログラミング・サブシステムに結
果や統計などを報告できるようにすることができる。Ｃ
ＯＥＸ制御ブロックには、ＣＯＥＸハードウェア状態に
よって呼び出すことのできるＣＥＣホストＯＳまたはＣ
ＯＥＸＯＳ呼出しサービスにとって重要な情報や、呼出
し側インターフェース内のホストＯＳが供給する情報内
のエラーのための応答区域を含めることができる。ＣＯ
ＥＸ動作ブロックは、ＣＥＣホストＯＳ記憶域内にあ
り、呼出しの一部としてＣＯＥＸ ＯＳによってアクセ
スされる。ＰＡＲＭＬＩＳＴによって指定されるＣＥＣ
共用記憶域は、プログラミング・サブシステムによっ
て、それに割り当てられた記憶区域内に保たれることが
好ましい。この場合、ＣＯＥＸは、コード・モジュール
を実行する時にＣＯＥＸデータ・アクセス・サービスを
介してＣＥＣ記憶域内でこれらをアクセスできる。

【００５１】

【実施例】好ましい実施例の主な要素を図１に示す。箱
１００には、ＣＥＣの中央プロセッサに関連する要素が
含まれる。１例として、３つのプログラミング・サブシ
ステム、サブシステム１、サブシステム２およびサブシ
ステムＮが図示されている。

【００５２】これらは、ＣＥＣ記憶域内にあり、ＣＥＣ
中央プロセッサ上で実行されている。機能コエクセキュ
ータ（ＣＯＥＸ）内で実行するためのモジュールは、Ｍ
ｏｄ１、Ｍｏｄ２およびＭｏｄＮによって示されてい
る。ＣＯＥＸ動作中に使用する制御データ・テーブル
は、ＣＴ１Ａ、ＣＴ１Ｂ、ＣＴ２Ａ、ＣＴ２Ｂ、ＣＴＮ
ＡおよびＣＴＮＢによって示されている。したがって、
たとえば、サブシステムＮは、機能ＣＯＥＸを呼び出す
時に、ＭＯＤＮと、ＣＴＮＡまたはＣＴＮＢのいずれか
（ＭＯＤＮの機能によってはその両方）を、ＣＯＥＸの
その呼出し実行に使用するコードおよび制御データとし
て指定することができる。ＭＯＤＮ、ＣＴＮＡおよびＣ
ＴＮＢは、ＣＥＣの電子記憶域内で、主記憶（ＭＳ）ま
たは拡張記憶（ＥＳ）のいずれかに存在する。ＣＯＥＸ
内での実行のために、これらがまだＣＯＥＸの局所記憶
域にない場合には、これらをＣＯＥＸの局所記憶域にコ
ピーしなければならない。ＣＯＥＸは、線１０１によっ
て示されるように、ＣＥＣ記憶域に対する直接ハードウ
ェア・アクセスを有し、コエクセキュータ局所記憶域内
でのこれらの実体のキャッシュ記憶を自動的に提供す
る。箱１０２は、各サブシステムをそれ自体のデータと
動作の領域に分離することによって、ＣＥＣ全体の動作
の完全性とデータ・セキュリティを維持する、信頼のお
ける特権要素を示す。オペレーティング・システム（Ｏ
Ｓ）とそのＣＯＥＸ呼出しサービスおよびデータ・アク
セス制御要素は、ここに置かれる。ＣＯＥＸモジュール
および制御データ・テーブルの独自のシステム全域トー
クンは、サブシステムによってＯＳに供給されるトーク
ンを、サブシステムのその動作コピーに独自になるよう
に修飾することによって、ここで提供される。たとえ
ば、サブシステムが実行中のオペレーティング・システ
ム・アドレス空間の独自の標識を、サブシステムが供給
するトークンに付加して、これをシステム全域で独自に
することができる。

【００５３】ＣＯＥＸは、線１０３を介する信号によっ
て実行のために呼び出される。この信号は、ＣＯＥＸ
に、現要求の詳細を得るために、あらかじめ定義された
標準的な方法で、標準Ｓ／３９０入出力動作待ち行列を
検査するよう通知する。ＣＯＥＸは、２つの動作エンジ
ンとして、箱１０４および１０５に示されている。コエ
クセキュータ制御プロセッサ（ＣＣＰ）は、信号発生と
電子記憶域ＭＳまたはＥＳへのアクセスを含む、ＣＥＣ
との直接通信のすべてを処理する。コエクセキュータ機
能プロセッサ（ＣＦＰ）は、ＣＥＣ記憶域からコピーさ
れたモジュールを実行する。これらのエンジンは、互い
に非同期に動作する。ＣＥＣ記憶域は、中央プロセッサ
動作環境とＣＯＥＸ動作環境の間での情報の相互通信に
使用される。図１の線１０３および１０６を介する信号
によって、環境の一方または他方に、新情報を検査しな
ければならないことを通知する。線１０３は、ＣＯＥＸ
への呼出し信号のために使用され、線１０６は、ＣＥＣ
への完了信号のために使用される。線１０１は、初期設
定処理または打切り処理の一部として、または、オペラ
ンド・データの取出しもしくは記憶に関するコード・モ
ジュール要求を満たす際のいずれかの、ＣＯＥＸからＣ
ＥＣ電子記憶域へのアクセスに使用される。箱１０４お
よび１０５によって示されるＣＯＥＸの２つの動作エン
ジンは、この両方によって共用され、両方から直接アク
セス可能であるＣＯＥＸ記憶域を介して相互通信する。
しかし、ＣＯＥＸ局所記憶域は、ＣＥＣの中央プロセッ
サによって直接アクセス可能ではない。エンジンの間の
信号発生は、図で「コマンド・アクセス」と記された線
を介して実行される。

【００５４】２つのＣＯＥＸエンジンは、互いに非同期
に動作し、その一方のＣＣＰで、他方が機能モジュール
を実行している間にＣＥＣ記憶域と相互作用することが
できる。これによって、ＣＣＰによるＣＥＣデータ・ア
クセスを、ＣＦＰによる機能モジュールの実行と並行に
することができる。ＣＣＰは、ＣＥＣ呼出し信号のすべ
てを受け取り、その呼出しで供給されたトークンを変換
し、主な要素を箱１０５に示されたＣＯＥＸ機能プロセ
ッサ（ＣＦＰ）上で実行される制御プログラムに、指定
されたモジュールと制御データ・テーブルへのＣＯＥＸ
局所記憶域でのアドレス能力を提供する。これらの実体
が存在しない場合、ＣＣＰは、これらをＣＥＣ記憶域か
ら得る。ＣＯＥＸ記憶域は、ＣＣＰとＣＦＰによって共
用される。ＣＣＰとＣＦＰは、ＣＯＥＸ記憶域を直接ア
クセスできる。必要なモジュールまたは制御データ・テ
ーブルのいずれかがＣＯＥＸ内に存在しない場合、それ
をＣＥＣ記憶域から検索しなければならない。モジュー
ルとテーブルのＣＥＣ仮想アドレスは、呼出しパラメー
タの一部である。ＣＥＣ ＤＡＴをＣＣＰ内で実行し
て、存在しない実体のＭＳまたはＥＳでの実アドレスを
見つけ、そこでこれをアクセスし、ＣＯＥＸ記憶域にコ
ピーし、ＣＯＥＸディレクトリに追加する。モジュール
と制御データ・テーブルのキャッシュ記憶のために予約
された読取り専用記憶域が既に満杯である場合、最近最
も使用されていない実体が、上書きされ、ディレクトリ
から削除される。これによって十分な空間がもたらされ
ない場合、新しい実体を保持するのに十分な空間が見つ
かるまで、第２、第３の実体を上書きする。ＣＥＣ記憶
域から供給されるＣＯＥＸモジュールとテーブルのキャ
ッシュ記憶用の記憶域は、図１では箱１０７として示さ
れている。必要な要素を得るための、ＣＥＣ仮想アドレ
スの変換とＣＥＣ電子記憶域への関連アクセスは、図１
の箱１０４内のＣＥＣ記憶域アクセス制御によって実行
される。

【００５５】箱１０４は、ＣＥＣの中央プロセッサ上で
走行しているＯＳによって要求されたＣＯＥＸ動作の呼
出しと打切りの制御も提供する。これは、新しい動作が
要求されたことを示す信号を受け取り、ＣＥＣ主記憶内
の動作要求ブロック（ＯＲＢ）をアクセスし、そのＯＲ
ＢからＣＯＥＸ動作ブロック（ＣＯＢ）のアドレスを取
得し、これを使用してＣＯＢをアクセスする。このＣＯ
Ｂは、ＣＥＣ記憶域から取り出され、ＣＯＥＸ記憶域に
置かれる。ＣＯＢからＰＡＲＭＬＩＳＴのアドレス指定
を取得し、ＣＣＰのＣＥＣ記憶域アクセス制御で提供さ
れるＣＥＣ ＤＡＴ処理を使用して、ＣＥＣ絶対アドレ
スに変換する。次に、結果の絶対アドレスを使用し、Ｃ
ＯＢヘッダ内で指定された、指定されたアプリケーショ
ンまたはサブシステムのＣＥＣ記憶キーを使用して、Ｃ
ＥＣ記憶域（ＭＳまたはＥＳ）のＰＡＲＭＬＩＳＴをア
クセスし、これをＣＯＥＸ記憶域に置く。ＰＡＲＭＬＩ
ＳＴは、アプリケーションまたはサブシステムのＣＥＣ
記憶域にあり、ＣＯＥＸ内での実行のためにコード・モ
ジュールからアドレス可能にされる。これには、入力デ
ータを求めるＣＯＥＸ制御プログラムに対する要求で使
用されるか、ＣＥＣ記憶域に結果とフィードバックを返
すために、呼出し側プログラミング・アプリケーション
またはサブシステムによって使用するためのＣＥＣ仮想
アドレスの指定が含まれる。

【００５６】箱１０８Ａは、現在の実行の後の将来の実
行のためにセーブされる、前の動作中の実行の結果とし
てＣＯＥＸ記憶域にキャッシュ記憶された、指定された
モジュールのコピーを表す。箱１０８Ｂは、箱１０８Ａ
のモジュールの実行の特定のインスタンスを表す。これ
には、モジュールの実行の現在の状態に関する具体的な
情報、たとえば命令カウンタ、レジスタ内容、動作モー
ドなどが含まれる。実行される物理的なコードは、この
実施例では読取り専用であるが、ＣＯＥＸハードウェア
内で読取り専用ハードウェア制御が使用不能な場合の代
替実施例では、コピーを使用することができる。この場
合、箱１０８Ｂのモジュールは、箱１０８Ａのモジュー
ルのＣＯＥＸ記憶域コピーと、実行の特定のインスタン
スの状態情報の実行環境になるはずである。箱１０９
は、実行中の作業記憶域としてＣＯＥＸモジュールから
使用可能にされるＣＯＥＸ記憶域の読書両用部分を示
す。箱１１０は、記憶キーや境界制限付きアドレッシン
グなど、ＣＯＥＸ制御プログラム、その作業データおよ
びキャッシュ記憶されたモジュールならびに制御データ
・テーブルの保全性を維持するのに使用される、ＣＯＥ
Ｘ仮想アドレッシングと他のＣＯＥＸ記憶域アクセス制
御の使用を示す。この制約は、ＣＯＥＸ動作環境の保全
性を保護することによって、システム全体の動作とデー
タの保全性を守る上でＣＯＥＸがその役割を正しく実行
するために必要である。そうでない場合には、ＣＯＥＸ
を使用して、ＣＥＣ中央プロセッサまたは記憶域の保全
性を危険にさらすことが可能になってしまう。

【００５７】箱１１１は、ＣＯＥＸ制御プログラムと、
動作中の機能モジュールのためにそれが提供するサービ
スを表す。モジュール実行のために必要なＣＥＣ記憶域
アクセスのすべてが、モジュールから制御プログラムの
特権記憶域アクセス機能へのプログラミング呼出しによ
って要求され、この特権記憶域アクセス機能は、これら
の要求を、ＣＥＣ ＤＡＴおよび記憶域アクセスのため
のＣＣＰ内のＣＥＣ記憶域アクセス制御に正しく関連付
ける。この呼出しは、従来技術に既に多くのタイプが存
在するＣＦＰエンジン内の安全な、権限変更ハードウェ
ア・プログラム転送機構を使用することによって実行さ
れて、機能モジュールの非特権状態からＣＯＥＸ制御プ
ログラムの特権状態へ制御が切り替えられる。また、Ｐ
ＡＲＭＬＩＳＴのフィードバック・ブロックのＣＥＣ記
憶域コピーの内容を介して動作完了に関する情報をＣＥ
Ｃ記憶域に送り返すサービス、モジュール動作の完了ま
たは打切りの信号を送るサービス、モジュールとＣＥＣ
記憶域内の呼出し側プログラムの間でメッセージを中継
するサービスも提供される。

【００５８】図２、図３および図４は、動作を実行する
ために機能ＣＯＥＸを呼び出すＯＳサービス・ルーチン
への要求で、アプリケーションまたはサブシステムが供
給するパラメータを示す図である。図２は、ユーザ要求
制御ブロックを示す図である。アプリケーションまたは
プログラミング・サブシステムは、このブロックを作成
し、ＯＳのＣＯＥＸサービス・ルーチンに渡して、ＣＯ
ＥＸサービス・ルーチンは、これを使用して、アプリケ
ーションまたはプログラミング・サブシステムの代わり
にＣＯＥＸの動作を求めるサービス・ルーチン要求を作
成する。この制御ブロックには、ＣＯＥＸ動作中にアク
セスされるＰＡＲＭＬＩＳＴの完全な仮想システム・ア
ドレスが示されている。アドレスは、ＰＡＲＭＬＩＳＴ
を含むアドレス空間のアクセス・リスト項目トークン
（ＡＬＥＴ）、そのアドレス空間内でのＰＡＲＭＬＩＳ
Ｔの仮想アドレス、およびそのバイト単位の長さからな
る。制御ブロックには、ＣＯＥＸで実行される機能モジ
ュールのトークンと、ＣＥＣ記憶域でのそのモジュール
の完全な仮想アドレスも含まれる。やはり、この仮想ア
ドレスも、アドレス空間ＡＬＥＴ、空間内の仮想アドレ
スおよびバイト単位のモジュールの長さが含まれる。Ｃ
ＯＥＸ動作中にＣＯＥＸ記憶域にロードする必要がある
テーブルを指定する、制御データ・テーブル・リストの
ＡＬＥＴ、仮想アドレスおよび項目数単位での長さも、
この要求制御ブロックの一部である。この制御ブロック
には、図３および図４の制御ブロックで指定されるコー
ド・モジュールによってアクセスされるＣＥＣ記憶域内
の仮想アドレス空間を識別するＡＬＥＴのリストも含ま
れる。これらのＡＬＥＴは、要求パラメータ制御ブロッ
ク内の位置に対する相対的なアドレス空間番号によっ
て、これらの制御ブロックから参照される。すなわち、
アドレス空間番号１は、リスト内の最初のＡＬＥＴを指
し、アドレス空間番号２は、リスト内の２番目のＡＬＥ
Ｔを指す。どの場合でも、ＡＬＥＴによって、アドレス
空間、データ空間またはハイパー空間を定義することが
できる。

【００５９】図３は、ＣＯＥＸサービス・ルーチンがＣ
ＯＥＸ動作呼出しのために呼び出された時に、ＣＯＥＸ
サービス・ルーチンに供給されるＰＡＲＭＬＩＳＴを示
す図である。ＣＥＣ記憶域内の記憶区域を含む空間のＡ
ＬＥＴの仮想アドレス空間番号（要求制御ブロック内で
の）、その空間内での仮想アドレス、およびＣＥＣ記憶
域内でのバイト単位の長さによって、ＣＯＥＸによって
アクセスされる入力データ区域および出力データ区域、
ならびにフィードバック区域のそれぞれが定義される。
フィードバック区域は、コード・モジュールが呼出し側
のアプリケーションまたはサブシステム・プログラムに
モジュール実行に関する情報、たとえば処理されたデー
タに関する統計やＣＥＣ記憶域に返された量を報告する
のに使用できる。

【００６０】図４は、指定されたモジュールによってそ
の処理に使用される制御テーブルを定義する、制御テー
ブル・リストを示す図である。各項目には、アプリケー
ションまたはサブシステムでユニークな識別用のトーク
ン、テーブルを含む空間の仮想アドレス番号、および、
その空間内のテーブルの仮想アドレスと長さが含まれ
る。

【００６１】図５は、ＳＳＣＨ命令によって実際にＣＯ
ＥＸが呼び出される時点での制御ブロック構造を示す図
である。図示の書式は、ＣＯＥＸサービス・ルーチンに
よって作成される。この図には、ＳＳＣＨ命令におい
て、汎用レジスタ１（ＧＲ１）によって、アドレッシン
グされるＳＣＨを指定し、第２オペランドの実効アドレ
スによって、ＯＲＢアドレスを指定することが示されて
いる。これは、この実施例に使用されるＳ／３９０アー
キテクチャの標準である。しかし、ＣＯＥＸ動作の場合
には、ＯＲＢにＣＯＥＸ動作ブロック（ＣＯＢ）のアド
レスが含まれ、入出力動作の場合には、ＯＲＢがチャネ
ル・プログラムをアドレッシングする。ＳＣＨタイプに
よって、アーキテクチャ・フォーマットの相違が示され
る。ＳＣＨタイプによって機能ＣＯＥＸが示される場
合、ＯＲＢはＣＯＢをアドレッシングする。ＣＥＣ Ｏ
Ｓ内のＣＯＥＸサービス・ルーチンは、ユーザ要求制御
ブロックに含まれる情報から、保護されたシステム記憶
域にＣＯＢを作成する。このＣＯＢは、ヘッダ部分、コ
マンド指定ブロック（ＣＳＢ）および応答ブロックから
なる。

【００６２】図６にヘッダを示す。これには、ユーザ・
プログラムからＣＯＥＸモジュールへのプログラミング
・パラメータ用の予約空間、ＣＯＢ全体の長さ、非同期
データ移動機構動作ブロック（ＡＯＢ）から区別するな
ど、このＣＯＢを機能ＣＯＥＸのＣＯＢとして識別する
コマンド・フィールド、ＣＯＢの先頭からＣＳＢまでの
相対オフセット、および、機能モジュールの代わりにＣ
ＥＣ記憶域をアクセスする際にＣＯＥＸが使用しなけれ
ばならないＣＥＣ記憶キーが含まれる。

【００６３】ＣＳＢを図７に示す。ＣＯＥＸサービス・
ルーチンは、要求制御ブロック内のすべてのＡＬＥＴを
セグメント・テーブル指定（ＳＴＤ）に変換し、これら
を要求制御ブロック内と同一の順序でＣＳＢ内のリスト
に置く。このようなＳＴＤの個数を、ＣＳＢに置く。Ｐ
ＡＲＭＬＩＳＴ内のアドレス空間番号と制御テーブル・
リストによって、これらの空間が、その相対順序でアド
レッシングされる。この構造を使用するのは、ＰＡＲＭ
ＬＩＳＴと制御テーブル・リストがユーザ記憶域にある
が、ＣＯＢがＯＳシステム記憶域にあり、実際のＳＴＤ
が常駐できるのもＯＳシステム記憶域になるからであ
る。ＳＴＤは、ＣＥＣ記憶域でのアクセスのために、Ｃ
ＥＣ仮想アドレスをＣＥＣ絶対アドレスに変換する際
に、ＣＯＥＸＣＣＰのＣＥＣ記憶域アクセス制御要素に
よって使用される。アプリケーションまたはプログラミ
ング・サブシステムの要求で指定されたモジュールのＡ
ＬＥＴ、ＰＡＲＭＬＩＳＴおよび制御テーブル・リスト
は、ＳＴＤに変換され、指定された仮想アドレスおよび
長さと共にＣＳＢに置かれ、その結果、呼出し処理中に
ＣＣＰがこれらをＣＥＣ記憶域からアクセスできるよう
になる。制御テーブル・リストの項目数が、ＣＳＢに置
かれ、また、ＣＯＥＸサービスは、たとえばＭＶＳでは
プログラムのアドレス空間制御ブロック（ＡＳＣＢ）の
アドレスなど、アプリケーションまたはサブシステム・
プログラムの独自の識別子を追加する。これは、ＣＯＥ
Ｘディレクトリ内で、このプログラムのモジュールと制
御テーブルを、同一ＯＳイメージ内の他の呼出し側プロ
グラムのモジュールや制御テーブルから区別するのに使
用される。図からわかるように、モジュール、ＰＡＲＭ
ＬＩＳＴ、制御テーブル・リスト、アプリケーション・
フィードバック・テーブル、入力データ区域および出力
データ区域は、アプリケーション記憶域内に残り、動作
中に必要に応じてＣＯＥＸからそこでアクセスされる。

【００６４】図８に、ＣＯＢのＣＯＥＸ応答ブロック部
分を示す。これには、エラー・コードのための定義済み
空間と、報告されるエラー・コードに関連する、エラー
を発生した空間の番号および仮想アドレスが含まれる。
このブロックは、たとえば指定されたモジュールまたは
制御テーブルの検索や、データ・アドレスの変換など、
ＣＯＥＸ特権要素によって、機能の実行中またはコード
・モジュールの実行の際に検出されたエラーを通信する
のに使用される。エラーの例は、無効なアドレス変換、
ＣＥＣ記憶キー違反、およびコード・モジュール実行エ
ラーである。

【００６５】図９に、システム記憶域にキャッシュ記憶
された実体のためのコエクセキュータ・モジュール／制
御テーブル・ディレクトリを示す。ＣＯＥＸ呼出しで指
定されたモジュールまたは制御テーブルがこのディレク
トリで見つかる場合、ＣＥＣ記憶域からそれらを再アク
セスする代わりに、ＣＯＥＸ記憶域コピーを使用するこ
とができる。ディレクトリは、実体をＣＥＣ記憶域から
アクセスさせたＳＳＣＨ命令を発行した、ＯＳが実行さ
れているシステム区画の論理区画（ＬＰＡＲ＃）によっ
て、プログラムされたキャッシュ内で実体を区別する。
各項目は、特定のＬＰＡＲ区画内で、その実体をＣＥＣ
記憶域からアクセスさせた呼出しのＣＳＢから得られる
呼出し側プログラムＩＤ（ＰＲＯＧＲＡＭ ＩＤ）によ
っても区別される。ＬＲＵフィールドは、ある呼出しに
よってその実体がどれほど最近に使用されたかを示す。
これは、記憶域管理機能で、キャッシュ内に存在しない
実体がＣＯＥＸ動作のために必要な時にどの実体を上書
きするかを決定するのに使用される。ＦＲＥＥ（空き）
フィールドは、使用中でなく、したがって、新たにキャ
ッシュ記憶される実体のために使用可能であるディレク
トリ項目を識別する。ＣＯＥＸ局所システム読取り専用
記憶域での実体の位置は、ＣＯＥＸ記憶域アドレス（Ｃ
ＯＥＸ ＡＤＤＲ）フィールドと実体長（ＬＥＮＧＴ
Ｈ）フィールドにある。

【００６６】図１０は、ＣＣＰの動作に関する新しい作
業要求が行われたことの信号を受け取った時に、ＣＣＰ
によって実行される処理を示す図である。この信号は、
ステップ１０００で受け取られる。ステップ１００１
で、作業信号によって示されたＯＲＢ内のアドレスを使
用して、ＣＣＰがＣＯＥＸ局所記憶域にＣＯＢを取り出
す。ステップ１００２で、ＣＯＢをテストして、これに
機能ＣＯＥＸ動作用の動作コードが含まれるかどうかを
調べる。そうでない場合、ステップ１００３で、無効コ
マンド表示をチャネル状況ワードに記憶し、ステップ１
００９で、ＣＥＣにコマンド完了の信号を送る。このＳ
／３９０実施例では、ＯＳが、通常のＳ／３９０アーキ
テクチャ式の手段を介して完了の通知を受ける。コマン
ド・コードによって機能ＣＯＥＸ要求が示される場合、
ステップ１００４で、ＣＥＣ記憶域からＰＡＲＭＬＩＳ
Ｔと制御テーブル・リストを取り出す。これを行うため
に、ＣＣＰは、ＣＯＢからの、それぞれのＳＴＤ、仮想
アドレスおよび長さを使用する。ＣＥＣ実記憶域内の実
体のそれぞれの絶対アドレスを見つけるために、ＳＴＤ
と仮想アドレスを使用してＣＥＣ ＤＡＴを実行する。
ステップ１００５で、ＣＯＢで指定されたモジュール
を、ＣＯＥＸディレクトリ内で探索し、ＣＦＰ内での実
行のために確立する。これは、図１１および図１２によ
り詳細に示されている。ステップ１００６で、ＰＡＲＭ
ＬＩＳＴと制御テーブル・リストを、ＣＯＥＸ局所記憶
域に記憶する。これらは、モジュールの実行中にそのモ
ジュールから使用可能にされる。ステップ１００７で、
制御プログラムが、モジュールを開始できることを知ら
せる信号を受け取る。この信号には、そのモジュール、
ＰＡＲＭＬＩＳＴおよび制御テーブル・リストのＣＯＥ
Ｘ記憶域での位置が関連する。この時点で、制御テーブ
ル・リストには、指定された制御テーブルのＣＯＥＸ局
所記憶域アドレスが含まれ、その結果、このモジュール
は、実行中にＣＯＥＸ記憶域でこれらを直接アドレッシ
ングできる。ＣＦＰに信号を送った後に、ＣＣＰは、ス
テップ１０１２で、たとえば動作の取消しなど、ＣＥＣ
からの次の信号か、ＣＥＣ記憶域アクセス要求に関する
制御プログラムからの信号か、完了信号を待つ。

【００６７】図１１および図１２は、元々はＣＥＣ記憶
域からＣＯＥＸ局所記憶域に取り出されたコード・モジ
ュールおよび制御テーブルのためのキャッシュ記憶処理
の論理を示す図である。指定されたモジュールまたは制
御テーブルがまだキャッシュ・セット内で使用可能であ
る場合、それを使用し、ＣＥＣ記憶域からもう一度取り
出すことはしない。そうでない場合、それを取り出し、
その識別を、モジュールおよび制御テーブル・キャッシ
ュ・ディレクトリに置く。取り出された場合、それが、
ＣＯＥＸ記憶域内にそれ用の空間を設けるために、既に
キャッシュ内にある他の実体と置換される場合がある。
その場合、置換される実体は、キャッシュ・ディレクト
リから削除される。

【００６８】このキャッシュ処理は、図１１のステップ
１１００から開始される。ステップ１１０１で、ディレ
クトリ内で次に探索する項目を選択する。ステップ１１
０２で、ＬＰＡＲ＃、プログラムＩＤおよびアプリケー
ションによって供給されたトークンからなるその実体の
トークン探索キーを形成する。ステップ１１０３で、ル
ープ指標カウンタＩを１にセットして、必要な場合には
ディレクトリ内の既存項目のすべてをステップする。ス
テップ１１０４で、ディレクトリからＩ番目の項目を取
得する。ステップ１１０５で、この項目を探索キーと比
較する。これが等しくない場合、ステップ１１０６でテ
ストを行って、最後のディレクトリ項目を探索キーとの
一致に関してテストしたかどうかを確認する。そうでな
い場合、ステップ１１０７で次の繰返しのために指標Ｉ
を１つ増分し、ステップ１１０４に制御を戻して、次の
ディレクトリ項目に関する比較検査を行う。ステップ１
１０５で、その実体が既にキャッシュ内に存在すること
がわかった場合、制御をステップ１１０８に渡し、そこ
で、この新しい使用を反映するようにＬＲＵ表示を更新
し、ディレクトリに置く。ステップ１１１０で、現動作
に必要なすべての実体がキャッシュ内で見つかるか、Ｃ
ＥＣ記憶域から取り出されたかどうかに関する検査を行
う。そうでない場合、ステップ１１１１に制御を渡し
て、探索する次の実体を選択する。ステップ１１１１か
らステップ１１０２に制御を移して、ディレクトリ探索
の次の繰返しを行う。ステップ１１１０で、必要な実体
のすべてがＣＯＥＸ記憶域で使用可能であることがわか
った場合、呼出し元のＣＣＰ初期設定処理（図１０のス
テップ１００６）に戻る。ステップ１１０６で、最後の
ディレクトリ項目を検査し、探索した項目が見つからな
い場合、制御を図１２の入口点ＡＡに移す。

【００６９】図１１のステップ１１０６からの接続子Ａ
Ａから、図１２のステップ１１１３に進入する。ステッ
プ１１１３では、満杯ディレクトリに関する検査を行
う。ディレクトリが満杯でない場合、ステップ１１１４
で、ディレクトリ内の最初の空きスロットを新実体のた
めに予約する。ステップ１１１６で、使用可能な空きＣ
ＯＥＸ記憶域を検査して、実体がその使用可能な空き記
憶域に収まるかどうかを調べる。収まる場合、ステップ
１１２０に進み、そこで記憶域を割り振り、ステップ１
１２１に進んで、ＣＥＣ記憶域からＣＯＥＸ記憶域で割
り振られた空間へ実体を取り出す。ステップ１１２２
で、ステップ１１１４で予約された予約済みディレクト
リ項目を、ＬＰＡＲ＃、プログラムＩＤ、トークン、Ｌ
ＲＵ表示、ＣＯＥＸアドレスおよび長さを用いて更新
し、空きでないとしてマークする。その後、ステップ１
１２３で、ＣＣＰ初期設定処理（図１０のステップ１０
０６）に戻る。ステップ１１１３でディレクトリが満杯
であるとわかった場合、または、ステップ１１１６で実
体をキャッシュ記憶するのに十分な空き空間がＣＯＥＸ
記憶域で見つからない場合、ステップ１１１７で、ディ
レクトリを探索して、その空間を奪い、新たに要求され
た実体のために使用することのできる、最近最も使用さ
れていない項目を探す（図１２では、ステップ１１１６
からステップ１１１７へは、接続子ＣＣを介して到達す
る）。あるディレクトリ項目がまだ新実体のために割り
当てられていない場合、この項目が、その実体のために
予約される。ステップ１１１８で、キャッシュから追い
出すために選択された実体が占めていた空間を、既に使
用可能な空き空間に追加し、そのディレクトリ項目を、
「空き」としてマークする。ステップ１１１９で検査を
行って、実体を保持するのに十分な空き空間があるかど
うかを調べる。そうでない場合、ステップ１１７へ進ん
で、キャッシュから追い出すことによって空間を提供す
るためにもう１つの項目を選択する。その実体を保持す
るのに十分な空間が使用可能になった時、ステップ１１
２０に進んで、空間の割振りを行い、その後、ステップ
１１２１とステップ１１２２で、実体を取り出して割り
振られた空間に置き、それ用のディレクトリ項目を作成
する。

【００７０】図１３は、ＣＣＰがＣＦＰ上で実行中の制
御プログラムから要求信号を受け取った時のＣＣＰ処理
を示す図である。この信号は、ＣＥＣ記憶域からのＧＥ
Ｔ要求、ＣＥＣ記憶域へのＰＵＴ要求、または動作完了
信号である可能性がある。この処理は、ステップ１２０
０で、ＣＦＰからの信号を受け取ることから始まる。ス
テップ１２０１で、ＧＥＴ要求に関する検査を行う。そ
の信号がＧＥＴである場合、ステップ１２０２でこれを
実行する（図１７でその詳細を説明する）。その信号が
ＰＵＴである場合、ステップ１２０４で記憶処理を実行
する（図１８でその詳細を説明する）。ステップ１２０
２またはステップ１２０４の後には、ステップ１２０８
に進んで、ＣＣＰが次のサービス要求を待つ。コマンド
完了信号を受け取った場合、ステップ１２０６で、正常
終了ハードウェア状況をチャネル状況ワードに記憶し、
ステップ１２０７で、ＣＥＣに信号を送る。制御プログ
ラムの要求が、定義済みの正当な動作のどれでもない場
合、ステップ１２０５からステップ１２０９に進んで、
制御プログラム・エラー状況をチャネル状況ワードに記
録する。ステップ１２１０で、制御プログラムに、不成
功完了の実行を知らせる信号を送る（これは、図１９の
ステップ１８００でモジュールによって受け取られ
る）。ＣＣＰは、ステップ１２０８で、ＣＦＰ上の制御
プログラムからまたはＣＥＣからの次の信号を待つ。

【００７１】図１４は、ＣＣＰから開始信号を受け取っ
た時の、ＣＦＰ上で実行される制御プログラムの処理を
示す図である。信号データで供給されたパラメータを、
コード・モジュールを呼び出す時にそのコード・モジュ
ールに通信するためにパラメータ・リストに用意する。
これらは、規定によって、ＣＯＥＸ記憶域内のモジュー
ルの最初に実行される命令を示す位置、モジュールの実
行中に入力、出力およびフィードバック区域への制御プ
ログラムのＣＥＣ記憶域アクセスをモジュールが要求で
きるようにするために必要な入力区域、出力区域および
フィードバック区域の指定を含むＰＡＲＭＬＩＳＴのＣ
ＯＥＸ記憶域内の位置、および、ＣＯＥＸ記憶域内での
指定された制御テーブル・リストのアドレスである。こ
のリストには、その動作に関して指定されたテーブルの
ＣＯＥＸ記憶域内のアドレスが含まれ、その結果、これ
らのテーブルをＣＯＥＸ記憶域内で直接アクセスできる
ようになる。この情報は、ステップ１３０２でモジュー
ルから使用可能にされ、ステップ１３０３でモジュール
に制御を移す。モジュールは、ＣＦＰ非特権状態で実行
される。ステップ１３０４で、モジュールがＣＦＰ上で
実行されている間、制御プログラムは休止状態になる。
制御プログラムに再入するのは、モジュールがサービス
要求を行う時か、ＣＣＰから信号を受け取る時である。

【００７２】コード・モジュールによる制御プログラム
に対するＣＥＣデータのＧＥＴ要求またはＰＵＴ要求の
指定フォーマットを、図１５に示す。動作ＧＥＴまたは
ＰＵＴは、サービス呼出しのパラメータ内で示され、仮
想空間番号も同様である。この仮想空間番号は、ＣＯＢ
内のリストに対する相対的な番号であり、このリスト
は、元々はＯＳのＣＯＥＸサービス・ルーチンに対する
ＣＥＣ中央プロセッサ上で実行中のアプリケーションか
らの呼出しで指定されたＡＬＥＴのリストからもたらさ
れる。この仮想空間番号によって、データ・アクセスの
対象となるＣＥＣ仮想空間が識別される。その空間から
取り出されるかそこに記憶されるデータの仮想アドレス
と、そのデータの長さは、パラメータで指定される。取
り出されたデータを置くか、記憶するデータが取得され
る、ＣＯＥＸ記憶域内のアドレスが、このサービス呼出
しのもう１つのパラメータである。

【００７３】図１６は、機能モジュールからサービスを
求める要求を受け取った時の、ＣＦＰ内で実行中のＣＯ
ＥＸ制御プログラム（ＣＰ）の処理を示す図である。図
１６では、ステップ１５００が、ＣＥＣ記憶域からデー
タを取り出すか、そこにデータを記憶することをモジュ
ールが要求した時の、制御プログラム処理の入口点であ
る。ステップ１５０１で、パラメータの有効性検査を実
行する。この検査の結果、モジュールにプログラミング
・エラーがあるとわかった場合、ステップ１５０２から
ステップ１５０７に進んで、その実行を打ち切る。この
場合、ステップ１５０８で、ＣＥＣの中央プロセッサ上
で実行中のＯＳのＣＯＥＸサービスへの動作完了の通信
の一部としてＣＥＣ記憶域に送り返される応答ブロック
に、エラー状況を記憶する。ＣＦＰでは、ステップ１５
０９で、次の要求の実行に備えて、モジュール環境をク
リアする。機能ＣＯＥＸの連続した呼出しが、独立であ
り、ＣＯＥＸの１ユーザに属する情報を別のユーザに明
かさないことが、必要条件である。その後、ステップ１
５１０で、制御プログラムが、動作を打ち切ったことを
知らせる信号をＣＣＰに送る。その後、ＣＦＰは、ステ
ップ１５１１で、ＣＣＰからの次の動作信号を待つ。ス
テップ１５０１でエラーが見つからない場合、ステップ
１５０２からステップ１５０３に進んで、ＣＣＰに要求
を送り、ＣＣＰは、その要求を満足するためにＣＥＣ
ＤＡＴを実行し、ＣＥＣ記憶域をアクセスする（図１７
および図１８を参照されたい）。ＣＣＰにＣＥＣ記憶域
アクセスを行うように要求した後に、制御プログラム
は、ステップ１５０４で、次の処理のためにコード・モ
ジュールに戻る。ステップ１５０５は、モジュールが要
求された動作を完了したか打ち切り、ＣＥＣの中央プロ
セッサ上で走行中の呼出し側プログラムに完了を通知で
きることを伝える信号をＣＦＰ上の制御プログラムに送
る時の入口点である。正常完了状況表示が、応答ブロッ
クに記憶され、ステップ１５０９に移って、モジュール
環境をクリアし、その後、ステップ１５１０に進んで、
モジュール実行が完了したことを知らせる信号をＣＣＰ
に送る。ステップ１５１１で、制御プログラムが次の信
号を待つ。

【００７４】図１７は、ＣＦＰ上で実行中の制御プログ
ラムからＧＥＴ要求を受け取った時のＣＣＰ内の処理を
示す図である。ステップ１６０１で、仮想空間番号を使
用してＣＯＢ内のＳＴＤのテーブル内でインデクシング
して、空間のＳＴＤを見つけ、ステップ１６０２で、こ
のＳ／３９０実施例ではこのＳＴＤを使用して、仮想Ｃ
ＥＣアドレスを絶対ＣＥＣ記憶域アドレスに変換するの
に必要なセグメントとページ・テーブルをＣＥＣ記憶域
から取り出す。ＣＯＥＸでのＣＥＣ ＤＡＴの性能を高
めるためにＣＣＰが頻繁にアクセスされるセグメントと
ページ・テーブルのキャッシュを維持するための方法
が、従来技術に多数存在することは当業者に明白であ
り、したがって、そのようなキャッシュ処理はここでは
説明しない。ステップ１６０３で、有効性に関してペー
ジ・テーブル項目（ＰＴＥ）を検査する。仮想アドレス
がＰＴＥ内で無効として示される場合、変換例外の表示
と共に要求完了の信号を、ＣＦＰ上の制御プログラムに
送り返す。ＤＡＴに必要なセグメントまたはページ・テ
ーブルの検索でエラーがあった場合にも、同一の表示が
もたらされるはずである。これはステップ１６０９で行
われ、その後、ステップ１６１１で、サービス要求信号
によって割り込まれたＣＣＰ処理に戻る。ＤＡＴの結果
が有効である場合、ステップ１６０４で、変換されたＣ
ＥＣ絶対アドレスと供給された長さを使用してＣＥＣ記
憶域からオペランドを取り出し、モジュールに代わって
ＣＥＣ記憶域をアクセスするためにＣＯＢヘッダからＣ
ＥＣ記憶キーを取り出す。ステップ１６０５のテスト
で、ハードウェア・エラー信号なしでデータを受け取っ
た場合、ステップ１６０６で、そのデータを、この取出
しをもたらした制御プログラムに対する要求でモジュー
ルによって要求されたＣＯＥＸ記憶域内の位置に記憶す
る。ステップ１６０８で、ＣＦＰ内の制御プログラム
が、ＧＥＴ要求の成功裡の完了について通知を受け、ス
テップ１６１１に進んで、呼出し側ルーチン（図１３の
ステップ１２０８）に戻る。ＣＥＣ記憶域アクセスの際
にハードウェアが何らかのエラーの信号を送る場合、こ
れがステップ１６０７で検出され、ステップ１６１０
で、ハードウェア・エラー報告と共に要求が打ち切られ
たことを知らせる信号を制御プログラムに送り、その
後、ステップ１６１１に進んで、呼出し側ルーチン（図
１３のステップ１２０８）に戻る。

【００７５】図１８は、ＣＦＰ上の制御プログラムから
の、ＣＥＣ記憶域に対するデータのＰＵＴを求める要求
の際の、ＣＣＰ処理を示す図である。この処理は、図１
７と類似している。ステップ１７０１でＣＯＢからＳＴ
Ｄ番号を取得し、ステップ１７０２でアドレス変換を行
い、ステップ１７０３で要求されたページのＰＴＥをテ
ストする。無効な場合、ステップ１７０９で、ＣＦＰ上
の制御プログラムに例外報告を送り返し、ステップ１７
１１で他のＣＣＰ処理に戻る。有効な場合、ステップ１
７０４で、データをデータ転送バッファに転送し、アド
レス変換の結果の絶対ＣＥＣアドレスへの転送を開始す
る。これは、ＣＯＢヘッダから得られる、指定されたデ
ータ長と、そのアクセスのためのＣＥＣ記憶キーを使用
して行われる。ステップ１７０７の検査で、ＣＥＣ記憶
域へデータを記憶する試みからハードウェア・エラーが
生じた場合、ステップ１７１０で制御プログラムに通知
し、ステップ１７１１に進んで、呼出し側ルーチン（図
１３のステップ１２０８）に戻る。そうでない場合、ス
テップ１７０９で、要求されたＰＵＴ要求が成功裡に完
了したことを制御プログラムに通知し、ステップ１７１
１に進んで、呼出し側ルーチン（図１３のステップ１２
０８）に戻る。

【００７６】図１９は、ステップ１８００での進入から
始まる、機能要求が完了したか、ＣＣＰによって打ち切
られたことを知らせる信号を受け取った際のＣＦＰ内の
制御プログラムの処理を示す図である。ステップ１８０
１のテストで、要求が成功裡に実行された場合、それは
ＧＥＴ要求またはＰＵＴ要求であり、ステップ１８０９
で、成功の表示をＣＯＥＸ局所記憶内で作って、これを
コード・モジュールに通信する。ステップ１８１０で、
制御をそのモジュールの、制御プログラムによる完了信
号の受取りによって割り込まれた位置に戻す。ステップ
１８０１で、ＣＣＰからのエラー・リターンが検出され
る場合、ステップ１８０４で、モジュール実行を打ち切
り、ステップ１８０５で、ＣＯＢ応答ブロック内でエラ
ー表示を作り、ステップ１８０６で、次の動作要求に備
えて実行コード・モジュール環境をクリアし、ステップ
１８０７で、ＣＣＰにコマンド完了信号を送り、その結
果、ＣＣＰが、ＣＥＣ ＯＳに完了について通知できる
ようにする。ステップ１８０８で、制御プログラムがＣ
ＣＰからの次の動作要求信号を待つ。ステップ１８０３
は、ＣＯＥＸ局所アドレッシング・エラーや記憶域エラ
ーなど、コード・モジュールの処理中に何らかのコード
・モジュール・エラーが検出された場合か、現在の実行
が即座に打ち切られることを制御プログラムがＣＡＮＣ
ＥＬ（取消し）信号を用いて伝えた時の、制御プログラ
ムの機能モジュール打切り処理の入口点である。この場
合、制御がステップ１８０４に移って、動作の打切り
と、次の動作に備えたＣＦＰリセットを開始する。

【００７７】図２０は、ＣＥＣからのＣＡＮＣＥＬ信号
の処理を示す図である。この信号は、既に進行中のＣＯ
ＥＸ実行を即座に打ち切り、将来の作業に備えてＣＯＥ
Ｘを遊休状態に戻すのに使用される。ステップ１９００
で、ＣＣＰがＣＡＮＣＥＬ信号を受け取り、ＣＣＰはこ
れを信号を介して制御プログラムに渡し、その結果、制
御プログラムが機能モジュールを打ち切れるようにする
（図１９のステップ１８０３）。その後、ＣＣＰは、ス
テップ１９０３で、ＣＥＣまたは制御プログラムからの
次の信号を待つ。制御プログラムは、コード・モジュー
ル処理を打ち切り、ＣＯＥＸ環境をクリアした後に、コ
マンド完了信号をＣＣＰに送る。

【００７８】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。

【００７９】（１）中央電子複合体（ＣＥＣ）内にあっ
て中央電子記憶域（ＣＥＳ）を共用し、中央プロセッサ
（ＣＰ）のコンピュータ・アーキテクチャで構成された
ホスト制御プログラムを実行する複数のＣＰと、ＣＰ上
で実行されるホスト制御プログラムによって要求され
た、オフロードされたプログラムを実行し、それぞれが
それ自体の内部記憶域を有し、それぞれが中央電子記憶
域をアクセスするためのエミュレーション手段を有す
る、ＣＰとは異なるコンピュータ・アーキテクチャで構
成された１つまたは複数のコエクセキュータと、ＣＰの
動作と非同期にオフロードされた作業を実行するため、
コエクセキュータによる実行のために中央電子記憶域に
記憶された、コエクセキュータのアーキテクチャで構成
されたコード・モジュールのアドレスをコエクセキュー
タに提供することによって、コエクセキュータがオフロ
ードされた作業を実行するように要求するための、各Ｃ
Ｐ内のコマンド手段と、コエクセキュータの内部記憶域
と中央電子記憶域の両方での現在の呼出しによって要求
されるコエクセキュータ記憶域アクセスを制限するため
の手段と、コエクセキュータが要求に関する処理の完了
の信号をＣＰに送る手段と、ＣＰのいずれかが新オフロ
ード作業要求の信号をコエクセキュータに送る手段とを
含む、システム。 （２）別のコエクセキュータと異なるアーキテクチャを
有するコエクセキュータと、オフロードされた作業に関
するＣＰ要求を実行するために必要な要求されたコード
・モジュールのコンピュータ・アーキテクチャを少なく
とも暗示的に示すコマンド手段とをさらに含む、上記
（１）に記載のシステム。 （３）ＣＰ要求実行中に中央電子記憶域をアクセスする
際にコエクセキュータがＣＰ制約を使用できるようにす
るためにＣＰによって使用される記憶域アーキテクチャ
をエミュレートするための、各コエクセキュータ内のエ
ミュレーション手段をさらに含む、上記（１）に記載の
システム。 （４）別のＣＰ要求によってもう一度実行を要求された
時に、コエクセキュータによる中央電子記憶域からのコ
ード・モジュールの再取出しを防ぐため、あるＣＰ要求
のためにアクセスされたコード・モジュールを記憶する
ための、コエクセキュータ内部記憶域によって提供され
るキャッシュ手段をさらに含む、上記（１）に記載のシ
ステム。 （５）別のＣＰ要求のためのコエクセキュータ実行中に
コード・モジュールが同じデータをもう一度要求した時
に、中央電子記憶域からのデータの再取出しを防ぐた
め、あるＣＰ要求のために要求されたコード・モジュー
ルによってアクセスされたデータを記憶するための、コ
エクセキュータ内部記憶域によって提供されるキャッシ
ュ手段をさらに含む、上記（１）に記載のシステム。 （６）それぞれのコード・モジュールを指定するＣＰか
らの新作業要求を受け取ることによって、複数のコエク
セキュータをサービスするための単一の作業要求待ち行
列と、コエクセキュータが、使用中でない時に待ち行列
上の要求を取り、コエクセキュータが、ＣＰによる動作
と非同期に、取り出されたコード・モジュールをアクセ
スし、実行することを特徴とする、上記（１）に記載の
システム。 （７）中央電子記憶域でコード・モジュールを突き止め
るために各ＣＰ要求に含まれ、コエクセキュータが中央
電子記憶域の特定の区域だけをアクセスするように制限
するための制約情報をも含む、ＣＰ要求指定と、コエク
セキュータが仮想アドレス指定を中央電子記憶域内の実
アドレスに変換できるようにするための、各コエクセキ
ュータ内の記憶域エミュレーション手段とをさらに含
む、上記（１）に記載のシステム。 （８）前記記憶域エミュレーション手段が、さらに、Ｃ
Ｐ要求で指定されたデータ要素およびプログラム要素を
突き止めるために、ＣＰ要求指定で受け取ったホスト仮
想アドレスを中央電子記憶域内の絶対アドレスに変換す
るためのコエクセキュータ手段を含むことを特徴とす
る、上記（７）に記載のシステム。 （９）前記記憶域エミュレーション手段が、さらに、コ
エクセキュータによる中央電子記憶域へのアクセスを、
ＣＰ要求内および指定されたコード・モジュール内で指
定されたホスト仮想アドレスによってアドレッシングさ
れる位置に制限するための手段を含むことを特徴とす
る、上記（８）に記載のシステム。 （１０）さらに、それぞれが別々にアドレス可能な領域
である、中央電子記憶域として構成された複数の電子記
憶媒体と、異なる媒体の間でデータおよびモジュールを
転送するための手段とを含み、前記媒体が、コード・モ
ジュールによって指定される必要なコード・モジュール
およびデータのアクセスを求めるＣＰ要求に関する現在
の呼出しによって提供される制約の範囲内でコエクセキ
ュータによってアクセス可能であることを特徴とする、
上記（１）に記載のシステム。 （１１）前記記憶域エミュレーション手段が、さらに、
コエクセキュータによるアクセスを、ホスト制御プログ
ラムによって供給されるオフロードされた作業に関する
受け入れられたＣＰ要求内の記憶キー値によって定義さ
れる中央電子記憶域内の区域に制限するための手段を含
むことを特徴とする、上記（１０）に記載のシステム。 （１２）前記記憶域エミュレーション手段が、さらに、
ホスト仮想アドレスを、複数の中央電子記憶媒体のうち
の指定された１つの絶対アドレスに変換する手段を含む
ことを特徴とする、上記（１１）に記載のシステム。 （１３）使用可能なコエクセキュータの選択とコード・
モジュールに対するコエクセキュータによる実行とを呼
び出すため、ＣＰが中央電子記憶域内の動作要求ブロッ
クをアクセスするコエクセキュータ動作を示す入出力開
始サブチャネル命令を実行するＣＰによって、ＣＰから
コエクセキュータにＣＰ要求を通信するための信号発生
手段をさらに含む、上記（８）に記載のシステム。 （１４）ホスト制御プログラムに対するオフロード要求
を開始するため、ＣＰ上で実行されるアプリケーション
・プログラミング・サブシステムと、コエクセキュータ
に関する新しいＣＰオフロード作業要求を生成するため
アプリケーション・プログラミング・サブシステムから
オフロード要求を受け取り、受け入れるための、ホスト
制御プログラム内のコエクセキュータ要求手段とをさら
に含み、前記コエクセキュータ要求手段が、ＣＰオフロ
ード作業要求のそれぞれに関して制約情報を生成し、前
記制約情報に、ホスト・アドレス変換情報と、要求され
たコエクセキュータがモジュール実行のために必要な指
定されたコード・モジュールおよびデータを実行するた
めにのみ中央電子記憶域をアクセスするように制限する
ための許容可能ホスト記憶域アクセス・キーとが含まれ
ることを特徴とする、上記（１）に記載のシステム。 （１５）ＣＰからのオフロード作業要求の処理を完了し
た際に完了信号を生成するための、各コエクセキュータ
内の手段と、オフロード作業要求に関する終了状況に関
連する情報の中央記憶域でのアドレスを提供することを
さらに含む、上記（１）に記載のシステム。 （１６）さらに、コエクセキュータによるＣＰ要求に関
するオフロードされた作業の完了についてホスト制御プ
ログラムに通知するために、ＣＰに対する入出力割込み
の信号を発生することを含む、上記（１５）に記載のシ
ステム。 （１７）各コエクセキュータが、ＣＰに関する直接信号
発生のすべてと、中央電子記憶域に対するアクセスのす
べてとを制御するための、制御プロセッサ手段と、コー
ド・モジュールの実行を制御するための機能プロセッサ
手段と、制御プロセッサ手段と機能プロセッサ手段との
両方によって共用され、アクセス可能である、コエクセ
キュータ内部電子記憶域とを含むことを特徴とする、上
記（１）に記載のシステム。 （１８）各コエクセキュータが、さらに、制御プロセッ
サ手段と機能プロセッサ手段とが、互いに非同期に、ま
た、ＣＰと非同期に動作できるようにするための非同期
制御機構と、制御プロセッサ手段と機能プロセッサ手段
との間での相互通信を調整するための、制御プロセッサ
手段と機能プロセッサ手段との間の信号発生手段とを含
むことを特徴とする、上記（１７）に記載のシステム。 （１９）中央電子記憶域からコード・モジュールをアク
セスし、コエクセキュータ内部電子記憶域内のキャッシ
ュ区域にコード・モジュールを書き込み、機能プロセッ
サ手段の制御の下でキャッシュ区域内のコード・モジュ
ールを実行するための、コエクセキュータ内のキャッシ
ュ制御手段をさらに含む、上記（１７）に記載のシステ
ム。 （２０）前記キャッシュ制御手段がさらに、キャッシュ
区域内でコード・モジュールをアクセスしている間にコ
エクセキュータのハードウェア記憶制御機構を介してコ
エクセキュータ内の読取り専用モードを制御するための
手段を含むことを特徴とする、上記（１９）に記載のシ
ステム。 （２１）制限手段がさらに、コード・モジュールの実行
に関連するホスト・データのコエクセキュータ使用を制
限するため、コエクセキュータに対するＣＰ要求で指定
されたシステム独自のトークンを変換して、コエクセキ
ュータに、指定されたホスト・データをコエクセキュー
タ内部電子記憶域内の制限されたキャッシュ区域内で独
自に突き止めることを強制する手段を含む事を特徴とす
る、上記（１）に記載のシステム。 （２２）中央電子複合体（ＣＥＣ）内の複数の中央プロ
セッサ（ＣＰ）によって中央電子記憶域（ＣＥＳ）を共
用するステップと、ＣＰのコンピュータ・アーキテクチ
ャで構成されたホスト制御プログラムをＣＰによって実
行するステップと、１つ以上のコエクセキュータがＣＰ
のコンピュータ・アーキテクチャと異なるコンピュータ
・アーキテクチャを用いて構成され、各コエクセキュー
タが、それ自体の内部記憶域を有し、中央電子記憶域を
直接アクセスできるようにするためＣＰの記憶域アーキ
テクチャで動作する記憶域エミュレーション手段を有す
る、複数の前記コエクセキュータを用いて、使用可能な
コエクセキュータにＣＰによってオフロードされたＣＰ
作業を実行するために、コンピュータ・システムを構成
するステップと、ＣＰのいずれかによって、ＣＰによっ
て指定されたオフロードされた作業を実行するようにコ
エクセキュータに要求するステップと、要求されたオフ
ロードされた作業を要求側のＣＰの動作と非同期に実行
するため、コエクセキュータによる実行のために中央電
子記憶域に記憶された、コエクセキュータのアーキテク
チャで構成されたコード・モジュールの位置の指定と、
コエクセキュータに対する制約の指定とを含む、ＣＰ要
求の信号をコエクセキュータに送るためにホスト制御プ
ログラム内の制御を介してコエクセキュータにＣＰ要求
をインターフェースするステップと、ＣＰ要求で指定さ
れた制約の下で、コエクセキュータの記憶域エミュレー
ション手段によって制御されて、中央電子記憶域内をコ
エクセキュータによってアクセスするステップと、いず
れかのＣＰ上で動作中のホスト制御プログラムに対し
て、コエクセキュータによるＣＰ要求の処理の完了のそ
れぞれの信号を送るステップとを含む、並列処理実行方
法。 （２３）インターフェースのステップが、さらに、コエ
クセキュータ局所実行サービス、ホスト中央電子記憶域
アクセス・サービス、ユーザ権限検査、エラー検出、エ
ラー回復およびＣＰへの例外報告を含む、コード・モジ
ュールを実行するためのインターフェースを制御する内
部的にコード化された制御プログラムを、各コエクセキ
ュータによって実行するステップを含むことを特徴とす
る、上記（２２）に記載の方法。 （２４）内部的にコード化された制御プログラムが、さ
らに、受け入れられたＣＰ要求に関する、コエクセキュ
ータによる実行と、中央電子記憶域内でのコエクセキュ
ータのアクセスとを制御するために、受け入れられたＣ
Ｐ要求に関する権限表示をコエクセキュータによって検
出するステップと、中央電子記憶域内でのアクセス権を
得るために、ホスト制御プログラムに関連する最高のア
クセス権限レベルを用いてコエクセキュータを動作さ
せ、コエクセキュータによるオフロード作業の実行を要
求したアプリケーション・サブシステム・プログラムに
与えられた権限レベルの下でのコエクセキュータ動作を
得るために、検出ステップで得られた権限表示の下でコ
エクセキュータによってＣＰ要求を実行するステップと
を含むことを特徴とする、上記（２３）に記載の方法。 （２５）内部的にコード化された制御プログラムが、さ
らに、コンピュータ・システム内のデータ保全性を維持
するために、コエクセキュータ局所記憶域および中央電
子記憶域に記憶された結果データの保護を含めて、コエ
クセキュータによるアクセスをＣＰ要求の実行に必要な
アクセスに制限することによって、クリティカルなデー
タおよびプログラムを保護するためにコエクセキュータ
局所記憶域と中央電子記憶域との両方での読み書き制約
を用いてコエクセキュータ・アクセスを制限するステッ
プを含むことを特徴とする、上記（２４）に記載の方
法。 （２６）ホスト制御プログラムが、さらに、複数のＣＰ
要求の並列実行の効率を高めるために、ホスト制御プロ
グラムが１つまたは複数のアプリケーション・プログラ
ミング・サブシステムからの複数のＣＰ要求を処理する
ことによって、複数のＣＰ要求によって同時に呼び出さ
れる１つまたは複数のコエクセキュータによって１つま
たは複数のコード・モジュールを共用するステップを含
むことを特徴とする、上記（２４）に記載の方法。 （２７）ホスト制御プログラムが、さらに、ホスト制御
プログラムの下で実行されるすべてのアプリケーション
・サブシステムから受け取るすべてのオフロードされた
作業に関するＣＰ要求の共通待ち行列を維持するステッ
プと、コエクセキュータのいずれかがＣＰ要求の実行に
使用可能な時に、そのコエクセキュータによって共通待
ち行列からＣＰ要求を取得するステップとを含むことを
特徴とする、上記（２２）に記載の方法。

【００８０】

【発明の効果】本発明により、コエクセキュータ内で、
呼出し側プロセッサ内に存在するのと同一の動作の保全
性とデータ・セキュリティを実施する環境で、コード・
モジュールをコエクセキュータ・エンジンにロードで
き、実行できるようにするコエクセキュータを提供する
一般的なコエクセキュータ機能が提供される。

【図面の簡単な説明】

【図１】中央電子複合体（ＣＥＣ）内の非同期コエクセ
キュータ上で実行されるコード・モジュールを提供し、
呼び出すプログラミング・サブシステムをオペレーティ
ング・システムの制御下で実行する中央プロセッサを含
む、汎用計算システムのＣＥＣの構造を示す図である。

【図２】オペレーティング・システムに対するアプリケ
ーションまたはサブシステムの要求を示す図である。こ
の要求によって、アプリケーションまたはサブシステム
が生成したモジュールをコエクセキュータにロードし、
呼び出すことが指定され、実行すべき非同期コエクセキ
ュータ動作の入力と出力を指定するパラメータ・リスト
が指定され、その動作中に使用すべき制御データ・テー
ブルの組が指定される。

【図３】コエクセキュータでのコード・モジュールの実
行中に使用される入力および出力のパラメータ指定を含
むパラメータ・リスト（ＰＡＲＭＬＩＳＴ）を示す図で
ある。

【図４】コエクセキュータでのモジュールの実行中に使
用される制御データ・テーブル指定のリストを示す図で
ある。

【図５】コエクセキュータ上で実行されるコード・モジ
ュール、仮想アドレッシング制御、入出力パラメータお
よび使用すべき制御データ・テーブルを識別するコエク
セキュータ・コマンド指定を含む、非同期コエクセキュ
ータを呼び出すコエクセキュータ動作ブロック（ＣＯ
Ｂ）と動作要求ブロック（ＯＲＢ）を含む命令（ＳＳＣ
Ｈ）を示す図である。

【図６】図５のＣＯＢの一部であるコエクセキュータ動
作ブロックのヘッダを示す図である。このヘッダによっ
て、使用されるコマンドと記憶キーが指定される。

【図７】仮想アドレス空間セグメント・テーブル指定
（ＳＴＤ）、入出力データ・パラメータ・リストの仮想
アドレス、コエクセキュータにロードし、実行するモジ
ュールの仮想アドレスと長さ、制御データ・テーブルの
リストの仮想アドレス、および、コエクセキュータの現
呼出しに使用される呼出し側プログラム識別子（ＩＤ）
を指定する、コマンド指定ブロック（ＣＳＢ）の構造を
示す図である。

【図８】解決のためオペレーティング・システムにコー
ド・モジュール実行例外と記憶域アクセス例外を返すの
に使用されるＣＯＢ内のコエクセキュータ応答ブロック
の構造を示す図である。

【図９】動作中にコエクセキュータ記憶域にロードされ
たモジュールと制御テーブルのキャッシュ・ディレクト
リの構造を示す図である。

【図１０】所与のコマンドを開始するための信号をＣＥ
Ｃから受け取った後のコエクセキュータ制御プロセッサ
（ＣＣＰ）呼出し処理の流れ図である。この処理は、コ
エクセキュータ・サブチャネルを指定するＳＳＣＨ命令
の中央プロセッサ実行の一部としてＣＥＣからの信号に
よって開始される。

【図１１】好ましい実施例のＣＯＥＸ機能プロセッサ
（ＣＦＰ）によって実行される実行モジュールおよび制
御テーブルのキャッシュ記憶処理の流れ図である。

【図１２】好ましい実施例のＣＯＥＸ機能プロセッサ
（ＣＦＰ）によって実行される実行モジュールおよび制
御テーブルのキャッシュ記憶処理の流れ図である。

【図１３】好ましい実施例の、ＣＥＣ仮想記憶アクセス
と、ＣＯＥＸ制御プログラム（ＣＰ）からＣＣＰへのコ
マンド完了要求を実行するＣＣＰ処理を示す図である。

【図１４】好ましい実施例の、ＣＣＰから開始要求を受
け取った時にＣＦＰ内で実行モジュールを初期設定し、
呼び出す制御プログラム処理を示す図である。

【図１５】ＣＥＣの主記憶または拡張記憶に対するＧＥ
ＴアクセスまたはＰＵＴアクセスのために実行モジュー
ルによって作られる、ＣＦＰ内の制御プログラムに対す
るＣＥＣ記憶要求の構造を示す図である。

【図１６】好ましい実施例の、機能モジュールからＧＥ
Ｔ／ＰＵＴ要求またはコマンド完了要求を受け取った際
に制御プログラム内で実行されるＧＥＴ／ＰＵＴ処理ま
たはコマンド完了処理の流れ図である。

【図１７】好ましい実施例の、動的アドレス変換とＣＥ
Ｃ記憶域およびＣＯＥＸ記憶域への記憶アクセスを実行
し、実行モジュールによって要求されたデータをＣＥＣ
から取り出し、ＣＯＥＸ記憶域内の要求された位置に置
き、すべてのエラーを制御プログラムに返す、ＣＣＰ内
でのＧＥＴ要求処理の流れ図である。

【図１８】好ましい実施例の、動的アドレス変換とＣＥ
Ｃ記憶域およびＣＯＥＸ記憶域への記憶アクセスを実行
し、要求に従ってＣＯＥＸ記憶域からデータを取り出
し、そのデータをＣＥＣ記憶域に記憶し、すべてのエラ
ーを制御プログラムに返す、ＣＣＰ内でのＰＵＴ要求処
理の流れ図である。

【図１９】好ましい実施例の、ＣＣＰから要求完了信号
を受け取った時にＣＦＰ上で発生する制御プログラム処
理と、実行モジュールがＣＦＰ内で活動状態の間に障害
を発生した時に発生するモジュール打切り処理の流れ図
である。

【図２０】既に進行中のＣＯＥＸ機能モジュール実行の
実行を打ち切るためにＣＥＣからＣＡＮＣＥＬ信号を受
け取った際に発生するＣＣＰ処理の流れ図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 グレン・アラン・ブレント アメリカ合衆国12571 ニューヨーク州 レッド・フック アール・ディー３ ボ ックス162エイ (72)発明者 ハテム・モハメッド・ガーフィル アメリカ合衆国20832 メリーランド州 オルニー メドウランド・テラス 18504 (72)発明者 バラクリシュナ・ラガヴェンドラ・イエ ル アメリカ合衆国95133 カリフォルニア 州サンノゼ ナッシュビル・ドライブ 3049 (72)発明者 インデルパル・シング・ナラン アメリカ合衆国95070 カリフォルニア 州サラトガ セラ・オーク・コート 13778 (72)発明者 グルラージ・セシャギリ・ラーオ アメリカ合衆国10566 ニューヨーク州 コートランド・マナー メープル・モ ア・レーン 33 (72)発明者 キャスパー・アンソニー・スカルジ アメリカ合衆国12061 ニューヨーク州 ポーキープシー アカデミー・ストリー ト 160 ナンバー７イー (72)発明者 サティヤ・プラカーシュ・シャルマ アメリカ合衆国78681 テキサス州ラウ ンド・ロック ロビン・トレール 1210 (72)発明者 バスカル・シンハ アメリカ合衆国12603 ニューヨーク州 ポーキープシー コリッジビュー・アベ ニュー ７ (72)発明者 リー・ハーディー・ウィルソン アメリカ合衆国12571 ニューヨーク州 レッド・フック リッジ・ロード ４ (56)参考文献 廣瀬健他編「コンピュータソフトウェ ア事典」（平２−４−15）丸善ＰＰ. 671−677 高橋義造編「並列処理機構」（平元− ８−25）丸善ＰＰ．181−199 Ｊ．Ｈ．クロフォード著「80386プロ グラミング」（昭63−７−25）工学社Ｐ Ｐ．397−406、444−450、507−513

Claims (27)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】中央電子複合体（ＣＥＣ）内にあって中央
   電子記憶域（ＣＥＳ）を共用し、中央プロセッサ（Ｃ
   Ｐ）のコンピュータ・アーキテクチャで構成されたホス
   ト制御プログラムを実行する複数のＣＰと、 ＣＰ上で実行されるホスト制御プログラムによって要求
   された、オフロードされたプログラムを実行し、それぞ
   れがそれ自体の内部記憶域を有し、それぞれが中央電子
   記憶域をアクセスするためのエミュレーション手段を有
   する、ＣＰとは異なるコンピュータ・アーキテクチャで
   構成された１つまたは複数のコエクセキュータと、 ＣＰの動作と非同期にオフロードされた作業を実行する
   ため、コエクセキュータによる実行のために中央電子記
   憶域に記憶された、コエクセキュータのアーキテクチャ
   で構成されたコード・モジュールのアドレスをコエクセ
   キュータに提供することによって、コエクセキュータが
   オフロードされた作業を実行するように要求するため
   の、各ＣＰ内のコマンド手段と、 コエクセキュータの内部記憶域と中央電子記憶域の両方
   での現在の呼出しによって要求されるコエクセキュータ
   記憶域アクセスを制限するための手段と、 コエクセキュータが要求に関する処理の完了の信号をＣ
   Ｐに送る手段と、ＣＰのいずれかが新オフロード作業要
   求の信号をコエクセキュータに送る手段とを含む、シス
   テム。
2. 【請求項２】別のコエクセキュータと異なるアーキテク
   チャを有するコエクセキュータと、 オフロードされた作業に関するＣＰ要求を実行するため
   に必要な要求されたコード・モジュールのコンピュータ
   ・アーキテクチャを少なくとも暗示的に示すコマンド手
   段とをさらに含む、請求項１に記載のシステム。
3. 【請求項３】ＣＰ要求実行中に中央電子記憶域をアクセ
   スする際にコエクセキュータがＣＰ制約を使用できるよ
   うにするためにＣＰによって使用される記憶域アーキテ
   クチャをエミュレートするための、各コエクセキュータ
   内のエミュレーション手段をさらに含む、請求項１に記
   載のシステム。
4. 【請求項４】別のＣＰ要求によってもう一度実行を要求
   された時に、コエクセキュータによる中央電子記憶域か
   らのコード・モジュールの再取出しを防ぐため、あるＣ
   Ｐ要求のためにアクセスされたコード・モジュールを記
   憶するための、コエクセキュータ内部記憶域によって提
   供されるキャッシュ手段をさらに含む、請求項１に記載
   のシステム。
5. 【請求項５】別のＣＰ要求のためのコエクセキュータ実
   行中にコード・モジュールが同じデータをもう一度要求
   した時に、中央電子記憶域からのデータの再取出しを防
   ぐため、あるＣＰ要求のために要求されたコード・モジ
   ュールによってアクセスされたデータを記憶するため
   の、コエクセキュータ内部記憶域によって提供されるキ
   ャッシュ手段をさらに含む、請求項１に記載のシステ
   ム。
6. 【請求項６】それぞれのコード・モジュールを指定する
   ＣＰからの新作業要求を受け取ることによって、複数の
   コエクセキュータをサービスするための単一の作業要求
   待ち行列と、 コエクセキュータが、使用中でない時に待ち行列上の要
   求を取り、コエクセキュータが、ＣＰによる動作と非同
   期に、取り出されたコード・モジュールをアクセスし、
   実行することを特徴とする、請求項１に記載のシステ
   ム。
7. 【請求項７】中央電子記憶域でコード・モジュールを突
   き止めるために各ＣＰ要求に含まれ、コエクセキュータ
   が中央電子記憶域の特定の区域だけをアクセスするよう
   に制限するための制約情報をも含む、ＣＰ要求指定と、 コエクセキュータが仮想アドレス指定を中央電子記憶域
   内の実アドレスに変換できるようにするための、各コエ
   クセキュータ内の記憶域エミュレーション手段とをさら
   に含む、請求項１に記載のシステム。
8. 【請求項８】前記記憶域エミュレーション手段が、さら
   に、ＣＰ要求で指定されたデータ要素およびプログラム
   要素を突き止めるために、ＣＰ要求指定で受け取ったホ
   スト仮想アドレスを中央電子記憶域内の絶対アドレスに
   変換するためのコエクセキュータ手段を含むことを特徴
   とする、請求項７に記載のシステム。
9. 【請求項９】前記記憶域エミュレーション手段が、さら
   に、コエクセキュータによる中央電子記憶域へのアクセ
   スを、ＣＰ要求内および指定されたコード・モジュール
   内で指定されたホスト仮想アドレスによってアドレッシ
   ングされる位置に制限するための手段を含むことを特徴
   とする、請求項８に記載のシステム。
10. 【請求項１０】さらに、それぞれが別々にアドレス可能
    な領域である、中央電子記憶域として構成された複数の
    電子記憶媒体と、異なる媒体の間でデータおよびモジュ
    ールを転送するための手段とを含み、 前記媒体が、コード・モジュールによって指定される必
    要なコード・モジュールおよびデータのアクセスを求め
    るＣＰ要求に関する現在の呼出しによって提供される制
    約の範囲内でコエクセキュータによってアクセス可能で
    あることを特徴とする、請求項１に記載のシステム。
11. 【請求項１１】前記記憶域エミュレーション手段が、さ
    らに、コエクセキュータによるアクセスを、ホスト制御
    プログラムによって供給されるオフロードされた作業に
    関する受け入れられたＣＰ要求内の記憶キー値によって
    定義される中央電子記憶域内の区域に制限するための手
    段を含むことを特徴とする、請求項１０に記載のシステ
    ム。
12. 【請求項１２】前記記憶域エミュレーション手段が、さ
    らに、ホスト仮想アドレスを、複数の中央電子記憶媒体
    のうちの指定された１つの絶対アドレスに変換する手段
    を含むことを特徴とする、請求項１１に記載のシステ
    ム。
13. 【請求項１３】使用可能なコエクセキュータの選択とコ
    ード・モジュールに対するコエクセキュータによる実行
    とを呼び出すため、ＣＰが中央電子記憶域内の動作要求
    ブロックをアクセスするコエクセキュータ動作を示す入
    出力開始サブチャネル命令を実行するＣＰによって、Ｃ
    ＰからコエクセキュータにＣＰ要求を通信するための信
    号発生手段をさらに含む、請求項８に記載のシステム。
14. 【請求項１４】ホスト制御プログラムに対するオフロー
    ド要求を開始するため、ＣＰ上で実行されるアプリケー
    ション・プログラミング・サブシステムと、 コエクセキュータに関する新しいＣＰオフロード作業要
    求を生成するためアプリケーション・プログラミング・
    サブシステムからオフロード要求を受け取り、受け入れ
    るための、ホスト制御プログラム内のコエクセキュータ
    要求手段とをさらに含み、 前記コエクセキュータ要求手段が、ＣＰオフロード作業
    要求のそれぞれに関して制約情報を生成し、前記制約情
    報に、ホスト・アドレス変換情報と、要求されたコエク
    セキュータがモジュール実行のために必要な指定された
    コード・モジュールおよびデータを実行するためにのみ
    中央電子記憶域をアクセスするように制限するための許
    容可能ホスト記憶域アクセス・キーとが含まれることを
    特徴とする、請求項１に記載のシステム。
15. 【請求項１５】ＣＰからのオフロード作業要求の処理を
    完了した際に完了信号を生成するための、各コエクセキ
    ュータ内の手段と、 オフロード作業要求に関する終了状況に関連する情報の
    中央記憶域でのアドレスを提供することをさらに含む、
    請求項１に記載のシステム。
16. 【請求項１６】さらに、コエクセキュータによるＣＰ要
    求に関するオフロードされた作業の完了についてホスト
    制御プログラムに通知するために、ＣＰに対する入出力
    割込みの信号を発生することを含む、請求項１５に記載
    のシステム。
17. 【請求項１７】各コエクセキュータが、 ＣＰに関する直接信号発生のすべてと、中央電子記憶域
    に対するアクセスのすべてとを制御するための、制御プ
    ロセッサ手段と、 コード・モジュールの実行を制御するための機能プロセ
    ッサ手段と、 制御プロセッサ手段と機能プロセッサ手段との両方によ
    って共用され、アクセス可能である、コエクセキュータ
    内部電子記憶域とを含むことを特徴とする、請求項１に
    記載のシステム。
18. 【請求項１８】各コエクセキュータが、さらに、 制御プロセッサ手段と機能プロセッサ手段とが、互いに
    非同期に、また、ＣＰと非同期に動作できるようにする
    ための非同期制御機構と、 制御プロセッサ手段と機能プロセッサ手段との間での相
    互通信を調整するための、制御プロセッサ手段と機能プ
    ロセッサ手段との間の信号発生手段とを含むことを特徴
    とする、請求項１７に記載のシステム。
19. 【請求項１９】中央電子記憶域からコード・モジュール
    をアクセスし、コエクセキュータ内部電子記憶域内のキ
    ャッシュ区域にコード・モジュールを書き込み、機能プ
    ロセッサ手段の制御の下でキャッシュ区域内のコード・
    モジュールを実行するための、コエクセキュータ内のキ
    ャッシュ制御手段をさらに含む、請求項１７に記載のシ
    ステム。
20. 【請求項２０】前記キャッシュ制御手段がさらに、キャ
    ッシュ区域内でコード・モジュールをアクセスしている
    間にコエクセキュータのハードウェア記憶制御機構を介
    してコエクセキュータ内の読取り専用モードを制御する
    ための手段を含むことを特徴とする、請求項１９に記載
    のシステム。
21. 【請求項２１】制限手段がさらに、コード・モジュール
    の実行に関連するホスト・データのコエクセキュータ使
    用を制限するため、コエクセキュータに対するＣＰ要求
    で指定されたシステム独自のトークンを変換して、コエ
    クセキュータに、指定されたホスト・データをコエクセ
    キュータ内部電子記憶域内の制限されたキャッシュ区域
    内で独自に突き止めることを強制する手段を含む事を特
    徴とする、請求項１に記載のシステム。
22. 【請求項２２】中央電子複合体（ＣＥＣ）内の複数の中
    央プロセッサ（ＣＰ）によって中央電子記憶域（ＣＥ
    Ｓ）を共用するステップと、 ＣＰのコンピュータ・アーキテクチャで構成されたホス
    ト制御プログラムをＣＰによって実行するステップと、 １つ以上のコエクセキュータがＣＰのコンピュータ・ア
    ーキテクチャと異なるコンピュータ・アーキテクチャを
    用いて構成され、各コエクセキュータが、それ自体の内
    部記憶域を有し、中央電子記憶域を直接アクセスできる
    ようにするためＣＰの記憶域アーキテクチャで動作する
    記憶域エミュレーション手段を有する、複数の前記コエ
    クセキュータを用いて、使用可能なコエクセキュータに
    ＣＰによってオフロードされたＣＰ作業を実行するため
    に、コンピュータ・システムを構成するステップと、 ＣＰのいずれかによって、ＣＰによって指定されたオフ
    ロードされた作業を実行するようにコエクセキュータに
    要求するステップと、 要求されたオフロードされた作業を要求側のＣＰの動作
    と非同期に実行するため、コエクセキュータによる実行
    のために中央電子記憶域に記憶された、コエクセキュー
    タのアーキテクチャで構成されたコード・モジュールの
    位置の指定と、コエクセキュータに対する制約の指定と
    を含む、ＣＰ要求の信号をコエクセキュータに送るため
    にホスト制御プログラム内の制御を介してコエクセキュ
    ータにＣＰ要求をインターフェースするステップと、 ＣＰ要求で指定された制約の下で、コエクセキュータの
    記憶域エミュレーション手段によって制御されて、中央
    電子記憶域内をコエクセキュータによってアクセスする
    ステップと、 いずれかのＣＰ上で動作中のホスト制御プログラムに対
    して、コエクセキュータによるＣＰ要求の処理の完了の
    それぞれの信号を送るステップとを含む、並列処理実行
    方法。
23. 【請求項２３】インターフェースのステップが、さら
    に、コエクセキュータ局所実行サービス、ホスト中央電
    子記憶域アクセス・サービス、ユーザ権限検査、エラー
    検出、エラー回復およびＣＰへの例外報告を含む、コー
    ド・モジュールを実行するためのインターフェースを制
    御する内部的にコード化された制御プログラムを、各コ
    エクセキュータによって実行するステップを含むことを
    特徴とする、請求項２２に記載の方法。
24. 【請求項２４】内部的にコード化された制御プログラム
    が、さらに、 受け入れられたＣＰ要求に関する、コエクセキュータに
    よる実行と、中央電子記憶域内でのコエクセキュータの
    アクセスとを制御するために、受け入れられたＣＰ要求
    に関する権限表示をコエクセキュータによって検出する
    ステップと、 中央電子記憶域内でのアクセス権を得るために、ホスト
    制御プログラムに関連する最高のアクセス権限レベルを
    用いてコエクセキュータを動作させ、コエクセキュータ
    によるオフロード作業の実行を要求したアプリケーショ
    ン・サブシステム・プログラムに与えられた権限レベル
    の下でのコエクセキュータ動作を得るために、検出ステ
    ップで得られた権限表示の下でコエクセキュータによっ
    てＣＰ要求を実行するステップとを含むことを特徴とす
    る、請求項２３に記載の方法。
25. 【請求項２５】内部的にコード化された制御プログラム
    が、さらに、コンピュータ・システム内のデータ保全性
    を維持するために、コエクセキュータ局所記憶域および
    中央電子記憶域に記憶された結果データの保護を含め
    て、コエクセキュータによるアクセスをＣＰ要求の実行
    に必要なアクセスに制限することによって、クリティカ
    ルなデータおよびプログラムを保護するためにコエクセ
    キュータ局所記憶域と中央電子記憶域との両方での読み
    書き制約を用いてコエクセキュータ・アクセスを制限す
    るステップを含むことを特徴とする、請求項２４に記載
    の方法。
26. 【請求項２６】ホスト制御プログラムが、さらに、複数
    のＣＰ要求の並列実行の効率を高めるために、ホスト制
    御プログラムが１つまたは複数のアプリケーション・プ
    ログラミング・サブシステムからの複数のＣＰ要求を処
    理することによって、複数のＣＰ要求によって同時に呼
    び出される１つまたは複数のコエクセキュータによって
    １つまたは複数のコード・モジュールを共用するステッ
    プを含むことを特徴とする、請求項２４に記載の方法。
27. 【請求項２７】ホスト制御プログラムが、さらに、 ホスト制御プログラムの下で実行されるすべてのアプリ
    ケーション・サブシステムから受け取るすべてのオフロ
    ードされた作業に関するＣＰ要求の共通待ち行列を維持
    するステップと、 コエクセキュータのいずれかがＣＰ要求の実行に使用可
    能な時に、そのコエクセキュータによって共通待ち行列
    からＣＰ要求を取得するステップとを含むことを特徴と
    する、請求項２２に記載の方法。