JPH02187831A - 仮想計算機システムにおける例外処理方式 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は仮想計算機システムにおける例外処理方式に関
し、特に個々の仮想計算機のゲストＯ３が特権命令を実
行した際に発生する例外にかかる例外処理方式に関する
。

〔従来の技術〕

同一の実計算機上で複数の仮想計算機を実現する仮想計
算機システムにおいては、個々の仮想計算機のゲストＯ
３（Ｏ３；オペレーティングシステム）上の特権命令、
例えば周辺装置に対するＩ１０命令や中央処理装置の状
態を変更する命令等は、実際にはその仮想計算機上では
直接には実行されず、いわゆる一般保護例外として取り
扱って実計算機上でその特権命令をシミュレートする即
ち代替処理するようにしている。このようなゲストＯ３
上の特権命令の実行にかかる例外処理は従来次のように
して行われていた。

先ず、ゲストＯ３が特権命令を実行すると、不正命令検
出機構がそれを検出し、一般保護例外を発生して一般保
護例外全般を扱う例外処理手段に制御を渡す０例外処理
手段は、今回の一般保護例外の要因が何であるか等を例
外を発生させた特権命令を解析して調べ、その特権命令
を代替処理する命令エミュレータで必要な情報を求める
。次に、その求められた情報に従って命令エミュレータ
が特権命令の代替処理を行う。命令エミュレータによる
特権命令の代替処理が完了すると、上記の例外処理手段
が例外処理後に復帰すべきアドレスを計算し、そのアド
レスに従って制御をゲストＯＳに戻す再開処理を行う。

このような、■特権命令の解析、■特権命令の代替処理
、■例外処理後の再開処理を、特権命令による一般保護
例外が発生する毎に実行するものである。

〔発明が解決しようとする課題〕

仮想計算機システムの利点は、同一の実計算機上に種類
の異なる複数の計算機（仮想計算ＩＩ）を実現できるこ
とにあるが、その反面、仮想計算機上で特権命令を直接
に実行できず実計算機上での代替処理が必要となること
から、それにかかるオーバーヘッドが大きく、システム
のスループットが低下するという問題点を有している。

特に、従来の例外処理方式では、ゲストＯＳが特権命令
を実行する毎に、■特権命令の解析、■特権命令の代替
処理、■復帰アドレスの算出処理を含む例外処理後の再
開処理を必要とし、上記のオーバーヘッドはかなり大き
なものであった。

本発明はこのような従来の問題点を解決したものであり
、その目的は、ゲストＯ５の特権命令の実行にかかる例
外処理に要する時間を短縮し得る仮想計算機システムに
おける例外処理方式を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は上記の目的を達成するために、仮想計算機シス
テムを構成する仮想計算機のゲストｏｓによる特権命令
の実行にかかる例外処理方式において、前記特権命令の
実行によって発生した例外にかかる例外情報を例外発生
アドレスをキーとして記憶する連想記憶装置を設け、前
記ゲストＯＳの命令実行によって例外が発生したとき、
前記連想記憶装置にその例外発生アドレス対応の例外情
報が記憶されていれば、その記憶された例外情報に従っ
て前記特権命令の代替処理、この代替処理後の再開処理
を行い、そのような例外情報が記憶されていなければ、
今回の例外状況を解析して得た例外情報をその例外発生
アドレスをキーとして前記連想記憶装置に記憶すると共
にその記憶した例外情報に従って前記特権命令の代替処
理、この代替処理後の再開処理を行うように構成されて
いる。

〔作用〕

本発明の仮想計算機システムにおける例外処理方式にお
いては、ゲストＯ３による特権命令の実行によって例外
が発生したとき、その例外アドレスに対応する例外情報
が連想記憶装置に記憶されていなければ、今回の例外状
況を解析して得られた例外情報がその例外発生アドレス
をキーとして連想記憶装置に記憶された後に今回の特権
命令の代替処理、再開処理が行われ、その例外アドレス
に対応する例外情報が連想記憶装置に記憶されていれば
、その記憶された例外情報に従うて特権命令の代替処理
、再開処理が行われる。

〔実施例〕

次に、本発明の実施例について図面を参照して詳細に説
明する。

第１図は本発明の仮想針゛算機システムにおける例外処
理方式の一実施例の構成図である。

同図において、ゲストｏｓ　ｉ　ａ〜ゲスト０３Ｉｎは
、同一の実計算機上に実現された個々の仮想計算機上で
動作するＯＳであり、仮想計算機システムの制御の対象
である。

不正命令検出機構２は、ゲスｌ−０３１ｊ（ｊ＝ａ　−
ｎ　）が実行する命令を監視し、特権命令を実行したと
きは一般保護例外として例外処理プロセ・ンサ３を呼び
出し、ブレークポイント命令を実行したときはブレーク
ポイント例外としてブレークポイント処理プロセッサ４
を呼び出す、なお、実割り込み記述子テーブル７には各
種の例外が発生したときの処理プロセッサのエントリポ
イントが記述されており、不正命令検出機構２はそのテ
ーブル７を参照することにより例外の要因に応じた処理
プロセッサを呼び出すものである。

例外情報記憶テーブル８は、連想記憶装置により構成さ
れたテーブルであり、例外発生アドレスをキーとして例
外情報を記憶する。第２図に例外情報記憶テーブル８の
論理的な構成を、第３図に例外情報記憶テーブル８の１
つのエントリに記憶される情報の名称、サイズおよび同
エントリの先頭からのオフセットを示す、第２図に示す
ように例外情報記憶テーブル８は複数のエントリ（同図
では５１２個）から構成され、各エントリにｌ＆１の情
報が記憶される。情報中の各要素の意味等は次の通りで
ある。

・例外アドレス 特権命令によって一般保護例外が発生した論理アドレス
であり、連想記憶装置のキーとなる。後述するブレーク
ポイント処理プロセッサ４は、この例外アドレスをキー
として例外情報記憶テーブル８から高速に例外情報を取
得することができる。

・復帰アドレス 後述する命令エミュレータが特権命令の代替処理を行っ
た後、復帰ずべきゲスト０Ｓ１ｊのアドレスである。復
帰アドレスは例外アドレスからのオフセットで表される
。

例外オペコード 特権命令の先頭の１バイトの内容に相当する。

・参照カウンタ 当該エントリの参照頻度を計測するカウンタである。エ
ントリ登録時に０クリアされ、参照される都度、ｌだけ
インクリメントされる。

・擬似オペコードおよび擬似オペランド擬似オペコード
は命令エミュレータ５のファンクションコードであり、
擬似オペランドはその引数である。擬似オペランドには
！１０アドレス。

Ｉ１０データ等がある。

再び第１図を参照ｒると、例外処理プロセッサ３は、−
ｇ保護例外が発生したときに不正命令検出機構２から起
動され、その一般保護例外を発生させた特権命令の解析
１例外情報の生成、生成した例外情報の例外情報記憶テ
ーブル８への記憶ゲスト０３Ｉｊ上の特権命令のブレー
クポイント命令への置換、命令エミュレータ５の起動、
再開処理等を行う手段である。

ブレークポイント処理プロセッサ４は、ブレークポイン
ト例外が発生したときに不正命令検出機構２から起動さ
れ、例外情報記憶テーブル８の検索による例外情報の取
得、命令エミュレータ５の起動、再開処理等を行う手段
である。

命令エミュレータ５は、例外処理プロセンサ３またはブ
レークポイント処理プロセンサ４から起動され、ゲスト
０３１ｊが実行しようとした特権命令の代替処理を実計
算機環境を乱さないように注意しながら実行する手段で
ある。

リアルタイムカーネル６は、ゲストｏｓ１」。

例外処理プロセッサ３．ブレークポイント処理プロセッ
サ４および命令エミュレータ５の実行を管理するモニタ
である。

次に、このように構成された本実施例の仮想計算機シス
テムにおける例外処理方式の動作の概要を第１図を参照
して説明する。

仮想計算機のゲストＯＳ１ｊが特権命令αを実行すると
、−ａ保護例外となり、それが不正命令検出機構２で検
出され、実割り込み記述子テーブル７に従って例外処理
プロセッサ３が起動される。

例外処理プロセッサ３は起動されると、特権命令αを解
析して例外情報を求め、それを例外発生アドレスをキー
として例外情報記憶テーブル８に記憶する。また、ゲス
）Ｏ５ｌｊ上の特権命令αをブレークポイント命令βに
置換し、例外情報記憶テーブル８に記憶した例外情報を
指定して命令エミュレータ５を起動する。命令エミュレ
ータ５は指定された例外情報に従って特権命令αの代替
処理を行う。例外処理プロセッサ３は命令エミュレータ
５の動作が終了すると、例外情報中の復帰アドレスに従
ってゲス！−０３ＩＪの特権命令αの次の命令に制御を
戻す再開処理を行う、これで、ゲスｌ−０３１ｊが今回
実行した特権命令αにかかる例外処理が終了したことに
なる。

その後、ゲスト０３１ｊが再び特権命令αを実行しよう
とした場合、その特権命令αはブレークポイント命令β
に置換されているので、一般保護例外ではなくブレーク
ポイント例外となり、それを検出した不正命令検出機構
２によりブレークポイント処理プロセッサ４が起動され
る。ブレークポイント処理プロセッサ４は起動されると
、例外アドレスをキーとして例外情報記憶テーブル８を
検索して例外情報を取得し、それを指定して命令エミュ
レータ５を起動する。命令エミュレータ５は指定された
例外情報に従って特権命令αの代替処理を行う。ブレー
クポイント処理プロセッサ４は命令エミュレータ５の動
作が終了すると、例外情報中の復帰アドレスに従ってゲ
スト０３１ｊのブレークポイント命令βの次の命令に制
御を戻す再開処理を行う。これで、ゲスト０３ｌｊが今
回実行しようとした特権命令α（但し、ゲスト０８ｌｊ
上ではブレークポイント命令βに置換されている）にか
かる例外処理が終了したことになる。

次に、第４図の動作説明図および第５図の処理の流れ図
を参照し、第１図の実施例における例外処理プロセッサ
３の動作を詳しく説明する。

第４図に示すようにゲスト０８１ｊのｉ番目ｉ＋１番目
の命令（ＩＰｉ、ＩＰｉ＋１）がそれぞれ特権命令１通
常命令であるとき、ゲストＯＳ２が命令ＩＰｉを実行す
ると一般保護例外となり、不正命令検出機構２により例
外処理プロセッサ３が起動される。

例外処理プロセッサ３は起動されると第５図に示す処理
を行う。先ず、例外情報記憶テーブル８（第５図および
後述の第７図ではＥＲＴと略称している）に空きエント
リがあるか否かを調べ（Ｓｌ）、あればその空きエント
リを求める（Ｓ２）。

空きエントリがなければ、例外情報記憶テーブル８　（
ＥＲＴ）内で参照率の低いエントリを参照カウンタの値
に基づいて調べ（Ｓ３）、そのエントリの例外情報中の
例外オペコード、例外アドレスにより、ブレークポイン
ト命令（第５図ではＢＰ命令と略称している）に置換さ
れたゲストＯＳのオブジェクトコードを復元して空きエ
ントリを確保する（Ｓ４）。１つの空きエントリを取得
すると、特権命令である命令ＩＰ＋を解析する等により
得た例外オペコード（命令ＩＰｉの先頭１バイトの内容
）１例外アドレス、復帰アドレス、擬似オペコード、擬
似オペランド５値Ｏの参照カウンタを、その空きエント
リに記憶する（Ｓ５）。次に、ゲスト０８１ｊの命令Ｉ
Ｐｉの先頭１バイトの例外オペコードをブレークポイン
ト命令に置換しくＳ６）、命令エミュレータ５を呼び出
す（Ｓ７）、このとき例外処理プロセッサ３は命令エミ
ュレータ５に例外情報記憶テーブル８に例外情報を記憶
したエントリのポインタを引数として通知する。このポ
インタを基に命令エミュレータ５は例外情報記憶テーブ
ル８から必要な情報を参照し、特権命令である命令ＩＰ
ｉの代替処理を行う。最後に例外処理プロセンサ３は、
命令エミュレータ５からのリターン情報を基にゲストＯ
Ｓｉのレジスタ、メモリの内容を更新し、復帰アドレス
に従って命令ＩＰｉ＋１から処理を再開させる（Ｓ８）
。

次に、第６図の動作説明図および第７図の処理の流れ図
を参照して、第１図の実施例におけるブレークポイント
処理プロセッサ４の動作を詳しく説明する。

第６図に示すように再びゲストＯＳｌ」の１番目の命令
ＩＰｉが実行されると、前回と異なりその命令ＩＰｉは
特権命令ではなくブレークポイント命令なので、一般保
護例外ではなくブレークポイント例外が発生し、ブレー
クポイント処理プロセッサ４が起動される。

ブレークポイント処理プロセッサ４は起動されると、第
７図に示す処理を行う。先ず、ブレークポイント例外を
起こしたアドレス（例外アドレス）をキーにして、その
アドレスにかかる例外情報が例外情報記憶テーブル８　
（ＥＲＴ）に登録されているか否かを調べる（３１１）
、登録されているときはそのエントリを取得してその参
照カウンタの値を１だけインクリメントしく５１２）、
そのエントリポインタを引数として命令エミュレータ５
を呼び出す（Ｓ１３）、命令エミュレータ５はそのポイ
ンタを基に例外情報記憶テーブル８から必要な情報を参
照し、ブレークポイント命令と置換された元の特権命令
の代替処理を行う。そしてこの代替処理後、ブレークポ
イント処理プロセッサ４は命令エミュレータ５からのリ
ターン情報を基にゲスト○ＳＩＪのレジスタ、メモリの
内容を更新し、復帰アドレスに従って命令ＩＰ＋＋１か
ら処理を再開させる（Ｓ１４）、なお、例外アドレスを
キーとした例外情報記憶テーブル８　（ＥＲＴ）の検索
時に未登録が判明したときは、ゲスト０３１ｊの仮想割
り込み記述子テーブル（図示せず）を参照して、ゲスト
０３ｌｊの例外処理プロセッサ（図示せず）を呼び出す
ものである（Ｓ１５）。

第８図は本発明の別の実施例の構成図であり、第１図と
同一符号は同一部分を示し、３０は例外処理プロセッサ
、８０は連想記憶装置で構成された例外情報記憶テーブ
ルである０本実施例が第１図の実施例と相違するところ
は、ゲストｏｓの特権命令の実行によって一般保護例外
が発生した際にその特権命令をブレークポイント命令に
置換せずにそのままにして置き、その代わりに例外処理
プロセッサ３０が例外情報記憶テーブル８０を毎回検索
するようにした点等にある。ブレークポイント命令への
置換を行わないので、例外情報記憶テーブル８０には第
９図および第１０図と第２図および第３図とを対比する
と明らかなように、例外オペコードは記憶されず、サイ
ズが小さくなっている。

次に、本実施例の仮想計算機システムにおける例外処理
方式の動作の概要を第８図を参照して説明する。

仮想計算機のゲスト０３１ｊが特権命令αを実行すると
、一般保護例外となり、それが不正命令検出機構２で検
出され、実割り込み記述子テーブル７に従って例外処理
プロセッサ３０が起動される。例外処理プロセッサ３０
は、今回の例外アドレスをキーとして例外情報記憶テー
ブル８ｏを検索し、該当する例外情報を見つけると、そ
の例外情報を指定して命令エミュレータ５を起動する。

また、今回の例外アドレスに対応する例外情報が記憶さ
れていなければ、今回の例外状況を解析して例外情報を
生成し、これを例外情報記憶テーブル８０に記憶させた
後、その例外情報を指定して命令エミュレータ５を起動
する。命令エミュレータ５は指定された例外情報に従っ
て特権命令αの代替処理を行い、その終了後に例外処理
プロセッサ３０は例外情報中の復帰アドレスに従ってゲ
スト０５１ｊの特権命令αの次の命令に制御を戻す再開
処理を行う。

次に、第１１図の動作説明図および第１２図の処理の流
れ図を参照して、第８図の実施例における例外処理プロ
セッサ３０の動作を詳しく説明する。

第１１図に示すようにゲスト０３ｌｊが特権命令である
ｉ番目の命令ＩＰｉを実行すると、一般保護例外となり
、不正命令検出機構２により例外処理プロセッサ３０が
起動される。

例外処理プロセッサ３０は起動されると第１２図に示す
処理を行う。先ず、例外情報記憶テーブル８０（第１２
図ではＥＲＴと略称している）に今回の例外発生アドレ
スに対応する例外情報が登録されているか否かを調べる
（Ｓ２１）。今、そのような例外情報が登録されていな
いとすると、例外処理プロセッサ３０は処理Ｓ２２に進
んで例外情報記憶テーブル８０中に空きエントリがある
か否かを調べ、あればその空きエントリを取得しく５２
３）、なければ参照率の低いエントリを参照カウンタの
値に基づいて調べる（Ｓ　２４　）。そして、処理Ｓ２
３で求めた１つの空きエントリ或いは処理Ｓ２４で調べ
た参照率の低い１つのエントリに、今回の命令ＩＰｉの
実行によって発生した例外を解析して得た例外情報を記
憶する（Ｓ２５）。なお、そのエントリ中の参照カウン
タの値は０にする。その後、例外処理プロセッサ３ｏは
、例外情報を記憶したエントリのポインタを引数として
命令エミュレータ５を呼び出す（Ｓ２７）。

命令エミュレータ５は上記のポインタを基に例外情報記
憶テーブル８０から必要な情報を参照し、特権命令であ
る命令ＩＰ＋の代替処理を行う。最後に例外処理プロセ
ンサ３０は、命令エミュレータ５からのリターン情報を
基にゲスト０３１ｊのレジスタ、メモリの内容を更新し
、復帰アドレスに従い命令ｒＰｉ＋１から処理を再開さ
せる（３２８）。

次に、再びゲストＯＳ１ｊのｉ番目の命令ＩＰｉが実行
されたとすると、再び一般保護例外が発生して例外処理
プロセッサ３０が起動される。例外処理プロセッサ３０
は起動されると第１２図の処理を開始するが、前回の命
令ｆＰｉの実行によりその例外情報が既に例外情報記憶
テーブル８０に登録されているので、処理Ｓ２１から処
理Ｓ２６へ進んで例外情報記憶テーブル８０から該当す
る例外情報を取得してその参照カウンタの値を１だけイ
ンクリメントし、そのエントリのポインタを引数にして
命令エミュレータ５を起動する（Ｓ２７）、その後は上
述したと同様の動作が行われ、ゲスト０３１ｊのｉ＋１
番目の命令ＩＰ＋＋１から処理が再開される。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明の仮想計算機システムにお
ける例外処理方式においては、ゲストＯＳが特権命令を
実行したとき、それにかかる例外処理の過程で解析して
得られた例外情報を例外発生アドレスをキーとして連想
記憶装置に記憶しておき、ゲストＯＳがその後再び同一
箇所の命令を実行したことにより例外が発生したときは
、連想記憶装置に記憶された例外情報を使って例外処理
を行うようにしたので、次のような効果を得ることがで
きる。

（１）ゲストＯ３が実行する特権命令は、通常率さな領
域に閉じており、繰り返し同一の特権命令が実行される
ことが多い。本発明では、同一の特権命令にかかる２度
目以降の例外処理においては、例外情報が連想記憶装置
に記憶されているので、特権命令を解析し例外情報を求
める処理が不要となり、その分、例外処理時間が短縮す
る。特に、Ｃ■ｓｃ（コンプレックス・インストラクシ
ョン・セット・コンピュータ）型の中央処理装置の場合
、例外発生命令を解析する時間はその代替処理時間の数
倍（２乃至３倍）の時間を要するので、特に短縮効果が
大きい。

（２）同じく、同アの特権命令にかかる２度目以降の例
外処理においては、例外処理後に復帰すべきアドレスが
例外情報の一部として連想記憶装置に記憶されているの
で、復帰アドレスを計算する処理が不要となり、その分
、特権命令の代替処理後の再開処理に要する時間が短縮
される。

（３）連想記憶装置に例外情報を記憶するため、例外情
報の参照を高速に行える。更に、前述した如くゲストＯ
Ｓでは繰り返し同一の特権命令が実行されることが多い
ので、連想記憶装置のサイズは小さくても、システムの
スループットが大幅に改善される。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の構成図、 第２図は例外情報記憶テーブル８の構成例を示す図、 第３図は例外情報記憶テーブル８の１つのエントリに記
憶される情報の説明図、 第４図は例外処理プロセッサ３の動作説明図、第５図は
例外処理プロセッサ３の処理例を示す流れ図、 第６図はブレークポイント処理プロセッサ４の動作説明
図、 第７図はブレークポイント処理プロセッサ４の処理例を
示す流れ図である。 第８図は本発明の別の実施例の構成図、第９図は例外情
報記憶テーブル８０の構成例を示す図、 第１Ｏ図は例外すｎ報記憶テーブル８０の１つの工〉・
トリに記憶される情報の説明図、第１１図は例外処理プ
ロセッサ３０の動作説明図および、 第１２図は例外処理プロセッサ３０の処理例を示す流れ
図である。 図において、 １８〜１ｎ・・・ゲストＯ５ ２・・・不正命令検出機構 ３．３０・・・例外処理プロセッサ ４・・・ブレークポイント処理プロセッサ５・・・命令
エミュレータ ６・・・リアルタイムカーネル ７・・・実割り込み記述子テーブル ８．８０・・・例外情報記憶テーブル（連想記憶装置）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 仮想計算機システムを構成する仮想計算機のゲストＯＳ
   による特権命令の実行にかかる例外処理方式において、 前記特権命令の実行によって発生した例外にかかる例外
   情報を例外発生アドレスをキーとして記憶する連想記憶
   装置を設け、 前記ゲストＯＳの命令実行によって例外が発生したとき
   、前記連想記憶装置にその例外発生アドレス対応の例外
   情報が記憶されていれば該記憶された例外情報に従って
   前記特権命令の代替処理。 該代替処理後の再開処理を行い、そのような例外情報が
   記憶されていなければ今回の例外状況を解析して得た例
   外情報をその例外発生アドレスをキーとして前記連想記
   憶装置に記憶すると共に該記憶した例外情報に従って前
   記特権命令の代替処理、該代替処理後の再開処理を行う
   ことを特徴とする仮想計算機システムにおける例外処理
   方式。