JPH0233639A - 主記憶装置管理方法および計算機システム - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 （卒業上の利用分野］ 本発明は、仮想計算機システムにおける主記憶装置管理
方式に係り、特に仮想計算機に対する主記憶装置管理方
式、および仮想計算機の主記憶装置上のアドレス及び仮
想アドレスを実計算典上の実アドレスに高速に変換する
アドレス変換装置を含む主記憶装置管理方式に関するも
のである。

〔従来の技術〕

仮想計Ｔ（機（以下ＶＭと略す）システムにおいては、
一つの実計算機の下に幾つかの論理的な計算機（すなわ
ちＶＭ）を定義することができる。

各ＶＭの主記憶装置は、実計算機の主記憶装置への写像
により実現される。各ＶＭＯ主記憶装置にはそのＶＭの
オペレーティング・システム（以下Ｏ３と略す）がロー
ドされ、そのＯ３の下でアプリケイジョン・プログラム
が動作する。

Ｏ３がさらに仮想記憶をサポートする場合は、主起１．
１！装置の階層は３段階になる。レベルｌは実計算機の
主記憶装置であり、レベル２はＶＭ自身の主記憶装置で
あり、レベル３はＶＭ上のＯ５が化成する仮想記憶装置
である。

以下の説明では、ＶＭ上のＯ８が生成する仮想記憶装置
のアドレス（レベル３のアドレス）を“仮想アドレス”
又は°“論理アドレス”と呼び、ＶＭ自体が見た主記憶
装置のアドレス（レベル２のアドレス）を“ＶＭ主皇紀
アドレス°“、゛′仮想主皇紀装置上のアドレス°゛又
は゛仮想計算機の実アドレス゛と呼び、実計算機の主記
憶装置のアドレス（レベル１のアドレス）を゛°物理ア
ドレス°゛。

″実計算機の実アドレス′”又は弔に゛′実アドレス“
と呼ぶ。又、実計算機の主記憶装置を“実主記憶装置”
、仮想計算機の記憶装置を“′仮想を記憶装置゛°又は
゛’ＶＭ主記憶皇紀°゛のように表現する。

さて、このようなシステムにおいて複数個の高速ＶＭを
実現するには、ＶＭのレベル２主記憶装置全体をレベル
ｌメモリへ常駐化すればよい。レベル２メモリ全体をレ
ベル１上に位置をずらして常駐するＶＭを複数生成でき
る。このときのアドレス変換における従来技術を第２図
、第３図を用いて以下に示す。

第２図は、リロケーション用のテーブルを使用してＶＭ
の仮想アドレスから実計Ｈａの実アドレスに変換する従
来のアドレス変換方式を示したものである。［情報処理
学会計算機システムの制御と評価研究会資料１８Ｊ、１
９８３年２月４日雑波他５名ｒＶＭ／４　（ＡＣＯ３−
４仮想計算機）のアーキテクチャ」に記載のように、実
主記憶装置２０１は、一定サイズのブロックに分割され
ている。論理アドレスレジスタ２０２にセットされたＶ
Ｍの論理アドレスＬＡ（レベル３）は、プロセス番号レ
ジスタ２０３のＶＭ内プロセス番号とＶ　Ｍ　ｉＭｔ別
子レジスタ２０４のＶＭ識別子ｆＤとでアドレス変換バ
ッファ（ＴＬＢ）２０５によってＶＭＯ主記皇紀ヘアド
レス（ＡＤ）（レベル２）に変換され、ＶＭ実アドレス
レジスタ２０６に格納する。即ち、ＴＬＢ２０５では、
とのＶＭであるかを表わす■Ｍ識別子（２０４）と、そ
のＶＭにおけるどの仮想空間であるか（一般に、１つの
Ｏ３に対し、複数の仮想空間が作られ、それぞれの仮想
空間にはそれぞれ１つずつのセグメントテーブルが対応
するが、ここでは、ＶＭ内プロセス番号がセグメントテ
ーブル番号、即ち、仮想空間番号を表わすと考えられる
。）を表わすＶＭ内プロセス番号（２０３）と、ＶＭ論
理アドレス（仮想アドレス）（２０２）とを受け、ここ
でＴＬＢ２０５内のテーブルが参照され、ＶＭ識別子と
仮想空間とが一致した仮想アドレスに対応するＶＭ主記
憶実アドレスが取り出され、これがレジスタ２０６に格
納されるものである。続いて、ＶＭ番号レジスタ２０７
にあるＶＭ番号（ＶＭ＃）とデータ線２０８に出力され
るＡ’Ｄの一部をキーにしてリロケーションテーブル２
０９を引くと、実主記憶上のブロックアドレスをデータ
線２１０に出力することができる。これにデータ線２１
１に出力されるブロック内アドレスを加えると、実主記
憶上のアドレス（レベルｌ）がデータ線２１２に出力さ
れる。また他のＶＭＯ主記憶をアクセスしないように、
境界チエツクテーブル２１３により信号線２１２に出力
される実主記憶上のアドレスが、当該ＶＭが使用可能な
ブロック内であるかどうかの境界チエツクを行う。以上
の方法に依れば、ブロック学位に領域分割した実主記憶
装置の複数領域にＶＭの主記憶装置を常駐させることが
できる。

次に、第３図は、別の従来技術として、特開昭６０−１
２２４４４号公報（「仮想計算機システムＪ梅野英典外
２名）に記載された、ペースレジスタを用いたアドレス
変換方法を説明するための図である。

第３図で、３０１はセグメント番号フィールドＳ、ペー
ジ番号フィールドＰ、及びハイドフィールドＢからなる
レベル３の論理アドレス（仮想アドレス）レジスタ（Ｌ
ＡＲと略ず）、３０２はセグメントテーブルＳＴの先頭
位置のＶＭ実アドレスのレジスタ、３０３は各ＶＭ毎に
別々に設定した値をもつ領域起点（当該ＶＭ玉記憶装置
の実主記憶装置上での起点）アドレスレジスタ、ＳＴは
主記憶装置ＭＳ上に設けたセグメントテーブル、ＰＴは
同じく設けたページテーブル、３０４．３０７３１０は
加算器である。前記のように、１つのＯ３により複数の
仮想空間が作られ、その各仮想空間毎にセグメントテー
ブルＳＴが設けられており、レジスタ３０２にはそれら
のテーブルＳＴに先頭位置がＶＭ実アドレスで格納され
ている。セグメントテーブルＳＴの各エントリには、対
応するページテーブルＰＴの先頭アドレスがレベル２の
形で格納されており、又、ページテーブルＰＴの各エン
トリには対応するページアドレスがレベル２の形で格納
されている。

次に、第３図の動作を説明する。

プログラムで使用されるアドレスは、論理アドレスとし
て、論理アドレスレジスタ３０１に設定される。上記の
ようにして、ＬＡＲ３０１のセグメント番号フィールド
の値Ｓと、セグメントテーブルＳＴの先頭のＶＭ実アド
レスを含むレジスタ３０２のイ１６と、領域起点レジス
タ３０３にセットされている該当ＶＭの主記憶装置の実
計算機における起点アドレスαとが加算器３０４により
加算され、ＳＴの対応するエントリの実アドレスがデー
タ綿３０５に出力される。その実アドレスの値から主記
憶装置上のＳＴの対応エントりの値、すなわちページテ
ーブルＰＴの先頭レベル２実アドレスが読み出されデー
タ線３０６を経由して、ＬＡＲ３０１のページ番号フィ
ールドの値Ｐと、領域起点レジスタ３０３の値αととも
に加算器３０７へ送られる。加算器３０７からデータ線
３０８に出力される値は、対応するＰＴエントリの実ア
ドレスに等しく、ページ実アドレスがデータ線３０９よ
り読み出され、その値に更に領域起点レジスタ３０３の
（直αとＬＡＲ３Ｑｌのバイトフィールドの値Ｂとを加
算器３１０により加算して実アドレス（レベル１）に変
換し、データ線３１１に出力される。ごこて、加算器３
１０に加わる３人力のうち、レベル３０３の値αを除い
たもの（データ線３０９のページ実アドレスとＬＡＲ３
０１のＢフィールド値とのみ加算したもの）は、レベル
２のアドレスを与え、これに、ＶＭ毎に設定される値α
を加える（αだけずらす）ことにより、レベル１のアド
レスに変換されるわけである。又、この値αが加算器３
０４及び３０７にも加わっているのは、参照すべきテー
ブルＳＴ及びＰＴの位置（アドレス）も、Ｏ８が作った
テーブルによって、レベル２で表されているため、これ
をレベル１に変換する必要があるからである。尚、領域
起点レジスタ３０３は、各ＶＭ毎にそれぞれ設定し、値
がＯのこともある。

以上で説明したアドレス変換により、仮想計算機システ
ムにおいて、高速ＶＭを複数実現している。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかし、上記従来技術には以下のような問題がある。

前記「情報処理学会計算殿システムの制御と評価研究会
資料１８」の実記憶装置が一定サイズのブロックに分割
されていてブロック単位に割当てを行う仮想計算機シス
テムでは、あるＶＭが使用している複数ブロックが実記
憶装置上で連続していても、ブロック数分のマツピング
情報を含むアドレス変換テーブルが必要となり、当該テ
ーブルの検索によるブロックアドレスの変換のオーバヘ
ッドが大きくなる。また、比較的大きなバイト数のブロ
ック単位で割り当てを行なうから、一定のブロック長（
例えば１ブロツクが２５６　ＫＢ）でＶＭの主記憶サイ
ズが割り切れない場合には、ＶＭＯ主記憶サイズを満た
すブロック数を割当てるため、部分的にしか使わないブ
ロックを割り当てて置かねばならず、常に主記憶装置］
二に未使用領域ができてしまう。更に、−旦、比較的小
さい主記憶サイズを満たずブロック紗が割り当てられる
と、その後に上記１．ｑサイズが増大した場合に、増大
した主記憶サイズを満たすようにブロック数を改めこれ
を増やすことは困難である。

一方、特開昭６０−１２２／１４４号公報の方法では実
主記憶装置の予め定められた領域に高速■Ｍの主記憶装
置を割当てているため、ＶＭＯ主記憶装置は上記定めら
れた領域以外の実主記憶装置に常駐することができず、
またＶＭがより小さいサイズの主記憶装置を使用すると
きには実計算機の主記憶装置の予め割り当てられた領域
に未使用領域が発生するという問題点がある。また、レ
ベル２からレベル１への変換は、ＶＭによって定った１
つの値αだけで行っているため、実主記憶装置上に飛び
飛びに存在する複数の領域を、ＶＭ主記憶装置が１つに
まとめて連続領域として使用することはできない。更に
、実主記憶装置に割り当てられた領域の位置及びサイズ
は予め定められているため、ＶＭ主記憶装置がより大き
なサイズやより小さなサイズなど任意のサイズのものを
必要とする場合に、対応するサイズの領域を実主記憶装
置上に直ちに確保することは困難であった。

従って、本発明の目的は、上記従来技術の問題点を解決
し、実主記憶装置上の未使用領域を可及的に少なくする
ことができ、実主記憶装置上の複数の不連続領域を連続
した１つの領域としてＶＭ主記憶装置を常駐させること
ができ、ＶＭ主記憶装置が必要とする任意の不定長のサ
イズの領域を実主記憶装置上に容易に高速に確保するこ
とができ、それによって、ＶＭ上の仮想アドレス及び実
アドレスから実主記憶装置の実アドレスへの変換を高速
に行い、かつ稼動中のＶＭは停市することなく実主記憶
装置を有効に複数の高速ＶＭに与える仮想計算機システ
ムにおける主記憶装置管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〕

上記目的を達成するために、本発明の主記憶装置管理方
式では、実計算機の主記憶装置上の１つまたはそれ以上
の大きさが一定でない領域にＶＭの主記憶装置を常駐さ
せるべく、１つのＶＭに割当てられた実主記憶装置上の
全領域の先頭アドレスを記憶する手段と、ＶＭＯ主記憶
装置を上記実主記憶の複数領域に常駐させるために分割
されたＶＭ内領域の境界アドレスを記１ｅする手段と、
■Ｍ主皇紀装置上のあるアドレスがＦ記分割領域のどの
領域に属するのかを判定する手段と、属すると判定され
た領域が割当てられている実主記憶４・す置−ヒの領域
の先頭アドレスに依存する値を上記■Ｍ主皇紀装置上の
あるアドレスに加算することによりＶＭの仮想アドレス
及び、ＶＭ主皇紀装置上のアドレスを実計算機の実アド
レスに変換する手段とを仮想計算機システムのアドレス
変換装置に設ける。

また、実計算機上の主記憶装置上のある領域が使用可能
であるかどうかを判定する手段と、実主記憶装置の使用
可能ＳＮ　＋Ａのうち新たに使用開始するＶＭが必要と
する大きさになるように１つまたはそれ以上の領域をそ
のＶＭに割当てる手段と、上記１．α装置上で使用可能
領域が隣接する場合には、１つの連続領域に併合する手
段とを仮想計算機制御プログラムに設ける。

〔作用〕

上記構成に基づく作用を説明する。

ＶＭ使用開始時には実主記憶装置の１つまたはそれ以上
の未使用領域でＶＭが必要とする大きさだけを仮想計算
機制御プログラムがＶＭＯ主記皇紀置常馬主領域として
与える。本発明によるアドレス変換装置は、ＶＭの実ア
ドレス（ＶＭ主記憶装１η上のアドレス）をＶＭ内境界
アドレスと比較し、実主記憶装置の当該ＶＭの複数領域
の中から上記ＶＭの実アドレスが属する実主記憶上の領
域を選択する。ＶＭの実アドレスに上記実生記憶領域の
先頭アドレスに依存する値を加算すれば、実主記憶装置
上の実アドレスに変換できる。同様の方法により、ＶＭ
の仮想アドレスを実主記憶装置」−の実アドレスに変換
できる。このようにして、実主記憶装置上の不連続の複
数個の領域を、１つの７Ｍ主記憶装置の連続する領域と
みなして使用ずろことができる。又、実生記憶装置−ヒ
の複数個の不定長領域のそれぞれの先頭アドレス記１１
ｇ１手段（起点レジスタ１０６．　１１０．−・−）及
び仮想主起１α装置内領域の境界アドレス記憶手段（１
０２）の値は、ＶＭが必要とする大きさに応して任意に
設定することができるので、その都度必要なサイズの実
皇紀１！領域を迅速かつ容易に確保し、又、未使用領域
を少なくすることができる。

また、ＶＭが使用終了して使用可能領域となった実主記
憶のある領域に隣接する実主記憶上の領域が使用可能領
域であるならば、それらを仮想計算機制御プログラムが
１つに併合することにより記憶すべき実主記憶上の領域
先頭アドレスは少なくなる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を詳細に説明する。本発明による
アドレス変換装置を第１図に、複数ＶＭの主記憶装置を
実主記憶装置に割り当てたときの実主記憶装置の状態遷
移を第４図に、第４図で示した実主記憶装置の分割領域
先頭アドレスを記憶する手段の状態遷移を第５図に示す
。また、ＶＭ使用開始時の仮想計算機制御プログラムに
よる■Ｍ常駐領域割当て処理を第６図に、ＶＭ使用終了
時のＶＭ常駐領域割当て解除処理を第７図に示す。

さらに第８図には、ＶＭの仮想アドレスから実主記憶ア
ドレスに変換する手段を説明する。

第１図は、ＶＭの主記憶装置が実計算機の主記憶装置上
で複数の領域に分割されて常駐していることを表してい
る。同図で、１０１はＶＭ実アドレスレジスタ（レジス
タ値Ｘ）、１０２はＶＭ主記憶装置分割アドレスレジス
タ（レジスタ値ａ）、１０６と１１０は実主記憶装置領
域起点アドレスレジスタ（それぞれレジスタ値α、　　
ｒ）、１０３１０９．１０５は加算器であり、これらに
よって、アドレス変換装置８０６を構成している。なお
、１１２は中央処理装置内のＶＭ起動命令である。

本実施例のアドレス変ＩＡＪａ、構８０６は、第３図の
従来例に比べて、新たにＶＭ主皇紀、ａ分割アドレスレ
ジスタ１０２を設けた点、及び、実主記憶装置前域起点
アドレスレジスタとして複数個１０６゜１１０設けた点
で、著しく異なっている。ＶＭＯ主記憶装置のアドレス
Ｏからａは実主記憶装置のアドレスαからβの領域ｌに
、またＶＭＯ主記憶装置のアドレスａからｂはレベル１
メモリのアドレスＴから６の領域２に常駐し７ている。

すなわち、ＶＭの主記憶装置のアドレス０からａを示す
アドレスにはαだけ加算し、アドレスａからｂにあるア
ドレスにはγ−ａだけ加算すれば、実主記憶装置のアド
レスに変換できるわけである。以下に、本発明によるア
ドレス変換装置を説明する。ＶＭの実アドレスＸがデー
タ線１００によりＶＭ実アドレスレジスタ１０１に格納
されると、ＶＭ主記憶装置分割アドレスレジスタ１０２
の値ａとＸを比較器１０３（判定及び選択手段）で比較
したあと、Ｘが値ａより小さい場合には信号線１０４に
より加算器１０５を起動して実主記憶装置領域起点アド
レスレジスタ１０６の値αを加算し、実主記憶装置上の
領域１内の実アドレスに変換してデータ綿１０７に出力
する。また、ＶＭの実アドレスＸが値８以上の場合には
信号綿１０８により加算器１０９を起動し、領域起点ア
ドレスレジスタ１１０の値Ｔに依存する値（γ−ａ）を
加算器１０９で加えることにより、実主記憶装置上の領
域２内の実アドレスに変換し、データ線１１１に出力す
る。

以上によりアドレス変換が行われ、ＶＭの実主記憶装置
の実アドレスは、実主記憶装置上の実アドレスに高速に
変換される。尚、実主記憶装置領域起点アドレスレジス
タ１０６と１１０、ＶＭ主記憶装置分割アドレス１０２
の値は、ＶＭ起動命令１１２発行時そのオペランドによ
り引き渡された値であり、またＶＭに割当てられた実主
記憶装置の領域数だけ存在するものである。なお、実主
記憶装置の分割領域数は、２つに限らず、３．４−・−
・・・のように増やすこともできる。

次に、レベル３論理アドレスからセグメントテーブルと
ページテーブルを用いてレベル２実アドレスを求める方
法を第８図を用いて説明する。論理アドレスレジスタ（
ＬＡＲ）８０１にセットされたＶＭの仮想アドレス（レ
ベル３のアドレス）のセグメント番号フィールドの植Ｓ
はセグメントテーブルＳＴの先頭レベル２実アドレスを
含むレジスタ８０２の値と加算器８０３により加算され
、これがＳＴエントリのＶＭ実アドレスとしてデータ線
１００゛から第１図に詳細を示したアドレス変換装置８
０６”に入り、領域起点アドレスαまたはＴに依存する
値を加算して、ＳＴの対応するエントリの実主記憶アド
レスとしてデータ線１０７に出力される。続いて、ＳＴ
エントリから取り出したＶＭのページテーブルＰＴの先
頭レベル２実アドレスと、ＬＡＲ８０１のページ番号フ
ィールドＰの値をＳＴのときと同様に加算器８０４で加
算してＰＴエントリのＶＭ実アドレスを求める。

データ線１００”から第１図に詳細を示したアドレス変
換装置８０６”に入り、ＰＴの対応するエントリの実主
記憶アドレスを求めてデータ線１０７”に出力する。こ
のＰＴエントリから求めた値とＬＡＲ８０１のバイトフ
ィールドの値を加算器８０５で加えたものがレベル２実
アドレスであり、データ線１００°゛から第１図に詳細
を示すアドレス変換装置８０６”″に入り、実主記憶上
の実アドレス（レベル１のアドレス）に変換されてデー
タ線１０７°”に出力される。以上のアドレス変換によ
り、ＶＭの仮想アドレスを実主記憶上の実アドレスに変
換することができる。なお、本実施例においても、第３
図の場合と同様に、各テーブルＳＴ、ＰＴの参照すべき
アドレスはレベル２で表されているため、アドレス変換
装置８０６”’　だけでなく、テーブルＳＴ、ＰＴ等の
入力（８０６“。

８０６”の出力）に対しても値α又はγを加えるように
している。

実主記憶装置の分割領域先頭アドレスを記憶する手段と
実主記憶装置のＶＭ常駐領域割当てについて以下に説明
する。第４図は、本発明により複数ＶＭＯ主記皇紀装置
を実主記憶装置に割り当てたときの実主記憶装置の状態
遷移を示し、第５回は、第４図で示した実主記憶装置の
分割領域先頭アドレスを記憶する手段の状態遷移を示し
ている。第４図（ａ）では、実主記憶装置にはＶＭＯか
らＶＭ３の４つのＶＭＯ主記憶装置が常駐している。第
５図（ａ）のとおり実主記憶装置分割領域制御テーブル
（ＣＴと略す）には４つの領域起点アドレスを示ずエン
トリ（０，α３．α２．α３）がある。第４図（ｂ）と
第５図（ｔ））では、ＶＭＩとＶＭ３が使用終了（ログ
オフ）し、それらＶＭＯ主記憶装置が常駐していた領域
は使用可能領域（ｆｒｅｅ）となったことを示す。次に
、新たにＶＭ４を使用開始させようとしたとき、第４図
（Ｃ）のようにＶＭＩとＶＭ３の常駐領域だった実主記
憶装置上の２つの領域（α１〜α２とα、〜α４）をＶ
Ｍ４に常駐させることにより、ＶＭ４は必要とする大容
量の記憶装置を持つ高速ＶＭとなる。この時ＶＭ４に常
駐領域を割当てろ仮想計算機制御プログラム（ＶＭＣＰ
）の処理を第６図を用いて説明する。ＶＭが使用開始（
ステップ６０１）するとＶＭＣＰは、そのＶＭが必要と
する主記憶装置の大きさＳをＩＭべる（ステップ６０２
）。次にその大きさＳの実主記憶装置の領域をＶＭ常駐
領域としてυ１当てるには、まず大きさがＳと等しい使
用可能領域が有るかどうか調べる（ステップ６０３）。

そのような領域が見つかった場合には直ちにＶＭに割当
て（ステップ６０９）、８ｉ域が見つからなかった場合
にはサイズＳよりも大きい使用可能領域を捜しくステッ
プ６０４）、そのような使用可能領域があるかどうか判
定する（ステップ６０５）。サイズＳよりも大きい使用
可能領域がある場合にはその一部（サイズＳ）をＶＭに
割当てる（ステップ６０９）。サイズＳよりも大きい使
用可能領域がなければ合計サイズがＳとなるように複数
の使用可能ＦＪ域を見つけていく（ステップ６０６）。

全ての使用可能領域を合わせてサイズＳに足りないかど
うかを判定しくステップ６ｏ７）、サイズＳに満たない
場合にはエラー処理を行なう（ステップ６０８）。サイ
ズＳに足りる場合にはそれら複数の使用可能領域をＶＭ
に割当る（ステップ６ｏ９）。

以上の処理においてステップ６０９に制御が渡った場合
には、その後ＶＭに与えられた実主記憶装置常駐領域情
報を実主記憶装置分割領域制御テーブルＣＴに記憶しく
ステップ６１０）、処理を終了する。この処理により第
５図（Ｃ）ではＶＭ４の常駐する領域のエントリが２つ
と使用可能領域エントリが１つ作成される。さらにＶＭ
ＯとＶＭ４が使用終了すると、第４図（ｄ）に示すとお
り、実主記憶装置のアドレス０〜α１　とα１〜α２の
隣接した領域はどちらも使用可能領域になるため、併せ
て１つの使用可能領域とみなす。ＶＭＣＰによるこの処
理のフローチャートを第７図に示す。ＶＭが使用終了（
ステップ７０１）すると、Ｖ　Ｍ　ＣＰはそのＶＭに割
当てられていた常駐領域Ａのエントリを実主記憶装置分
割領域制御テーブルＣＴがら捜す（ステップ７０２）。

続いてテーブルＣＴ中の領域Ａのエントリを使用可能領
域にすると（ステップ７０３）、その常駐領域の直前の
領域Ｂのエントリを捜しくステップ７０４）、領域Ｂが
使用可能領域かどうか調べ（ステップ７０５）、使用可
能令ｎ域ならばステップ７０６によりテーブルＣＴの領
域Ｂのエントリに新たに９１域Ａを併合して登録し領域
Ａのエン１りを無効エントリにする。

また、領域Ａの直後の領域Ｃのエントリを捜しくステッ
プ７０７）、８１域Ｃが使用可能領域がどうか調べ（ス
テップ７０８）、領域Ｃが使用可能領域ならばステップ
７０９によりテーブル中の領域Ｃのエントリを無効にし
てその直前の使用可能領域のエントリと併合する。次に
、ＶＭに割当てられていた常駐領域が他にないかをチエ
ツクしくステップ７１０）、まだ常駐領域が残っている
ときは再度ステップ１０２〜７０９の処理を行う。

以上がＶＭに割当てられた常駐領域の制御情報を更新す
る処理である。この処理により第５図（ｄ）のとおりテ
ーブルＣＴに登録すべき領域起点アドレスのエントリ数
が少なくなる。（なお、第４図と第５図中で°“ｆｒｅ
ｅ’″とあるのは、どのＶＭも入っていない使用可能領
域を示し、“空きエントリ゛°とあるのは、何も書かれ
ていない空欄状態を表している。） 〔発明の効果〕 以上述べたように、本発明によれば、実計笠間の主記憶
装置の大きさが一定ではない複数領域をＶＭの要求に応
じた大容量の主記憶装置として他の［４！動中のＶＭを
停市することなく割当てることができる。また、実計算
機の主記憶装置上に断片的に存在する異なるサイズのあ
き領域を有効に利用して、未使用領域を可及的に少なく
し、ＶＭが必要とする大きさに対応したサイズの実主記
憶領域を容易に確保でき、高速なＶＭを実現できる等、
優れた効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例によるアトルス変（ｑ装置の
ブロック図、第２図ば従来のりＬ１ケージ；１ンテーブ
ルを用いたアドレス変換装置の説明図、第３図は従来の
ヘースアドレス加算によるアドレス変換装置の説明図、
第４１１には本発明により複数ＶＭＯ主記皇紀ｉ装置を
実皇紀↑、α装置に割り当てたときの実主記憶装置の状
態遷移図、第５図は第４図で示した実主記憶装置の分割
領域先頭アドレスを記憶する手段の状態遷移図、第６図
はＶＭ使用開始時の仮想計算機制御プログラムによるＶ
Ｍ常駐領域４１１当て処理のフローチャート、第７図は
ＶＭ使用終了時のＶＭ常駐領域割当て解除処理のフロー
チャート、第８図はセグメントテーブルとページテーブ
ルを用いてＶＭ論理アドレスを実主記憶アドレスに変換
する本発明の詳細な説明図である。 １０１−−−−Ｖ　Ｍ実アドレスレジスタ、１０２・−
ＶＭ主記憶装置分割アドレスレジスタ、１０３比較器（
判定及び選択手段）、１０５　１０９加算器、１０６，
１１０−−〜−−−−実皇紀１α装置領域起点アドレス
レジスタ。 第 図 ＶＭの主ｔｚｌｌｚｙｚ 第 図 ３０３　喫主診６１ｕ紮５工翠艷裁吟ト毀中了トレ人７
）棄内しジスクト１Ｓ　１陳ｒ主言こン資町シーに二ｒ
ぼ一第 図 第 図 ↑ｒ９　ｅ　イ’＆　ｔｆ（ｉ’ＴＴｔｌｉｍ４０１〜
４０４°喫主初鳴・＆湿 第 図 第 図 第 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数の仮想計算機を同時走行させることが可能で、
   実主記憶装置（実計算機の主記憶装置）上に仮想主記憶
   装置（仮想計算機の主記憶装置）を常駐させる仮想計算
   機システムの主記憶装置管理方式において、前記実主記
   憶装置上の１個または複数個の不定長領域に前記仮想主
   記憶装置を常駐させるために、１つの仮想計算機に割り
   当てられた実主記憶装置上の前記不定長領域のすべての
   先頭アドレスを記憶する手段と、前記実主記憶装置の複
   数個の不定長領域に前記仮想主記憶装置を常駐させるた
   めに、分割された仮想主記憶装置内領域の境界アドレス
   を記憶する手段と、仮想主記憶装置上のあるアドレスが
   前記分割された領域のいずれに属するかを判定する手段
   と、属すると判定された領域が割り当てられている実主
   記憶装置上の領域の先頭アドレスに依存する値を前記仮
   想主記憶装置上のあるアドレスに加算することにより、
   仮想計算機の仮想アドレス及び仮想主記憶装置上のアド
   レスを実計算機の実アドレスに変換する手段とを備えた
   ことを特徴とする仮想計算機システムにおける主記憶装
   置管理方式。 ２、仮想計算機の常駐領域として使用中ではない実主記
   憶装置上の分割領域を抽出する手段と、抽出された分割
   領域中の１つまたは複数の使用可能な領域を、新たに使
   用開始する仮想計算機の常駐領域として割り当てる手段
   とを備えたことを特徴とする請求項１記載の仮想計算機
   システムにおける主記憶装置管理方式。 ３、使用終了した仮想主記憶装置が常駐していた実主記
   憶装置内の領域を使用可能領域とする手段と、前記実主
   記憶装置内の使用可能とされた領域に隣接する領域が同
   様に使用可能領域であるとき、これらの領域を併合して
   １つの使用可能領域とすると共に、併合された使用可能
   領域の１先頭アドレスと領域長を主記憶装置に記憶する
   手段とを備えたことを特徴とする請求項１記載の仮想計
   算機システムにおける主記憶装置管理方式。