JPH0241055B2

JPH0241055B2 -

Info

Publication number: JPH0241055B2
Application number: JP57112615A
Authority: JP
Inventors: Torento Buraun Deebitsuto; Uooren Rein Don; Jon Shumarutsu Richaado
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1981-07-02
Filing date: 1982-07-01
Publication date: 1990-09-14
Also published as: EP0069862A2; US4476524A; EP0069862A3; DE3279400D1; JPS589276A; EP0069862B1

Description

【発明の詳細な説明】本発明の技術分野本発明はデータ処理システムのページング記憶
装置、主記憶装置、及び入出力（Ｉ／Ｏ）装置の
間におけるデータ転送の制御に関する。

背景の技術ページング記憶装置は先行技術において周知で
あり、現今の商用データ処理システムでは、ペー
ジング記憶装置として直接アクセス記憶装置
（DASD）が使用されるIBM技術開示ブレチン
（IBM Technial Disclosure Bulletin
Volume23、No.7A、December1980、page2908）
に記載されるように、過去において電子的記憶ペ
ージング装置が提案されたことがあつた。更に、
米国特許第2796218号又は第3292151号で開示され
るように、ドラム装置のような入出力装置へアク
セスする特別のプロセツサ命令を使用することに
よつて主記憶装置を拡張する各種の方法が知られ
ている。米国特許第2796218号では、ドラムとコ
ア記憶装置との間のブロツク転送を制御するた
め、中央プロセツサが使用される。米国特許第
3248702号では、階層記憶システムにおける転送
を制御する自動的手段（命令ではない）が開示さ
れている。この特許では、プログラムは階層構造
中の大型記憶装置（低速記憶装置）にアドレスす
る。

先行技術は入出力装置としてのページング記憶
装置を開示している。この入出力装置は、他の入
出力装置と同じように（例えば、IBMシステ
ム／370入出力コントロールによつて）制御され
る。このような先行技術のシステムにおいて、ペ
ージング装置を含む入出力装置によるデータ転送
は、入出力装置と主記憶装置との間で行われ、か
つスタートＩ／Ｏ（SIO）命令を実行する中央プ
ロセツサによつて開始されたチヤネル・プログラ
ムによつて制御される。チヤネル・プログラム
は、常に２つの媒体（例えば入出力装置と主記憶
装置）の間の転送を処理する。先行技術による二
媒体チヤネル・プログラムは、中央プロセツサ
（CP）によつて実行されるシステム制御プログラ
ム（SCP）（例えばOS／370MVS補助記憶管理プ
ログラム（ASM）及び入出力監視プログラム
（IOS））によつて開始され、それによつてアプリ
ケーシヨン・プログラムは、必要なページング及
び他の入出力サービスを得ることができる。

先行技術において、ページング記憶装置及び入
出力装置としてDASDが使用され、同一形式のチ
ヤネル・プログラムがこれら双方の装置のために
使用される。これら２つの装置はCPの実行レベ
ルでのみ識別される。ページ記憶DASD中のペー
ジはCP仮想アドレシング（即ち、セグメント及
びページ・テーブル）によつて認識され、CPに
おけるアプリケーシヨン・プログラムの通常の実
行過程で生じたページ不在は、ページを暗黙的に
アクセスさせる。しかし、入出力DASDはシステ
ム中のページ不在によつてアクセスされず、CP
プログラム内の明示的な入出力リクエストによつ
てのみアクセスされる。

先行技術において、ページ記憶DASDと入出力
DASDとの間の転送は、２つの別個の二媒体チヤ
ネル・プログラムを必要とする。第１のチヤネ
ル・プログラムは入出力DASDと主記憶装置との
間の転送を制御し、第２のチヤネル・プログラム
は主記憶装置とページ記憶DASDとの間の転送を
制御する。各チヤネル・プログラムは、通常、
CPによる大量の準備的システム制御プログラム
の実行を伴なう。そして究極的には、２つの媒体
間の転送を制御するチヤネル・プログラムを開始
するスタートＩ／Ｏ命令が実行される。その結
果、２つのチヤネル・プログラムを用いて、ペー
ジ記憶DASDと入出力DASDとの間で、主記憶装
置を介して三媒体転送が実現されることになる。
これは２つのスタートＩ／Ｏ命令の実行を必要と
し、それぞれのスタトＩ／Ｏ命令は、通常の準備
的システム制御プログラムの実行を伴うことにな
る。

先行技術において、ページ記憶DASDと主記憶
装置との間の全てのデータ転送は、入出力装置と
主記憶装置との間のデータ転送と同じように、チ
ヤネル・プロセツサ．データ・バス上のチヤネル
を通して実現される。

本発明の要約本発明の利点及び目的は次のとおりである。

１チヤネル・プロセツサ（CH）又はCPを通ら
ない独立のデータ・バスをページ記憶装置
（PS）と主記憶装置（MS）の間に設け、この
独立データ・バスがCP又はCHによつて制御可
能にすること。

２優先権制御のアクセスのみを許すMSとPSと
の間で、独立データ・バスのいずれかの方向で
実行されるページ転送を制御するため特別の
CP命令を使えるようにすること。

３各々のMSアクセス・サイクルを最高優先リ
クエスタ（requestor）へ与えるMS能力を維持
するため、ページ中のMSアクセス可能なデー
タ・ユニツトについて、別個のMSアクセス・
リクエストをCPに与えさせることによつて、
CPページ転送命令の実行をサポートすること。

４各々のMSアクセス・サイクルを最高優先リ
クエスタへ与えるMS能力を維持するため、ペ
ージ中のMSアクセス可能なデータ・ユニツト
について、別個のMSアクセス・リクエストを
CHに与えさせることによつて、CHページ転
送チヤネル制御ワードの実行をサポートするこ
と。

５ページ転送リクエスタより高い優先権を有す
るリクエスタによるMSアクセスのために、
MSとPSとの間のペー転送を一時的に中断する
こと。

６ PSとMSとの間で、かつ独立データ・バスの
いずれかの方向で実行されるページ転送を制御
するため、特別のチヤネル制御ワードを使用で
きるようにすること。

７システム内のCPの動作に関して、同期的に
又は非同期的にPSとMSとの間でページ転送を
制御するため、システム効率を選択できるよう
にすること。

８３つの媒体（例えばPS、MS、及びＩ／Ｏ装
置）の間で転送を制御するため、単一のチヤネ
ル・プログラムを使用できるようにすること。

９単一のチヤネル・プログラムによつてPSと
Ｉ／Ｏ装置との間でデータ転送を制御するた
め、PS、MS、及びＩ／Ｏ装置を含み、かつ専
用のハードウエアを必要としない単一プロセツ
サ・システム又は多重プロセツサ・システムを
提供すること。

10 CHプログラミングを開始するCPのために、
SCPオーバヘツドを顕著に減少させる単一のチ
ヤネル・プログラムを三媒体転送に使用できる
ようにすること。（先行技術による二媒体CH
プログラミングは、２つの非同期的CHプログ
ラムを必要とした。これらのプログラムの各々
は２つの媒体（例えばPSとMS、又はMSと
Ｉ／Ｏ装置）の間のデータ転送を制御する。２
つのCHプログラムはそれぞれのSCPオーバヘ
ツドを必要とする。本発明によつて使用可能と
なる単一の三媒体CHプログラムは、２つの
CHプログラムによつて実行される機能と同一
の機能を実行することができる。） 11 １つ又はそれ以上のページを含む任意のペー
ジ・セツトがCP又はCHの制御の下でPSとMS
との間で転送されるように、システム内のSCP
が選択できるようにすること。

12 転送がCPによつて同期的に制御されるよう
にSCPページ不在決定ルーチンを走らせ、かつ
転送がCHによつて非同期的に制御されるよう
にSCPページ・セツト・スワツプ決定ルーチン
を走らせることによつて、PSとMSとの間のペ
ージ転送に関するSCPオーバヘツドを減少する
こと。

13 MSとPSの間のページ・セツトの転送が、
CPによつて同期的に制御されるべきであるか、
又はCHによつて非同期的に制御されるべきで
あるかを決定するため、データ処理システム中
のSCPがページ・セツト中のページ数を効率基
準として使用できるようにすること。

本発明は、ランダム・アクセス・ページ記憶装
置（PS）と主記憶装置（MS）との間で独立した
データ・バス通路を有するデータ処理システムと
して実現される。ここで独立したデータ・バス通
路は、チヤネル（CH）又は中央プロセツサ
（CP）を通過しない。独立データ・バス上のペー
ジ・データ転送は、(1)CHによつてCP命令ストリ
ームから独立して非同期的に制御されるか又は(2)
CPによつてCH動作から独立して同期的に制御さ
れることができる。しかし、高い優先順位のリク
エスタ（例えば、他のCP又はCH）がMSへアク
セスする時、独立バス上のページ転送における割
込みが許される。

新規なCP命令は、CPが独立データ・バス上で
いずれの方向でもページ転送を同期的に制御でき
るようにする。

更に、独立データ・バス上のページ転送をチヤ
ネル・プロセツサによつて制御させるため、新規
なページ記憶チヤネル指令ワード（CCW）が使
用可能である。独立データ・バス上でページ転送
を実行するため、特別のページ記憶CCWがスタ
ートＩ／Ｏ（SIO）又はスタート・サブチヤネル
（SSCH）命令によつて開始される時、特別の情
報がチヤネル・アドレス・ワ−ド（CAW）の或
るフイールドに入れられて、ページ記憶装置が使
用されていることを表示する。

CAWがページ記憶装置を指定している間、
SIO又はSSCHでＩ／Ｏ装置を指定することによ
つて、Ｉ／Ｏ装置CCW及びページ記憶装置CCW
の双方を同一のチヤネル・プログラムに介在させ
ることができる。それによつて主記憶装置を介し
てＩ／Ｏ装置とページ記憶装置との間で、ページ
転送が実行される。このようにして単一のチヤネ
ル・プログラムにより、３つの媒体に関連する転
送を制御することができる。ページ記憶装置は主
記憶装置の延長として使用されるか、又はシステ
ムにおける記憶装置の階層レベルとして使用され
てよい。いずれの場合にも、三媒体チヤネル・プ
ログラミングにより、ステム効率が改善される。

本発明の実施態様第１図は本発明を組込んだ単一プロセツサ・シ
ステムのブロツク図を示す。

システム・コントローラ１１はページ記憶コン
トローラ（PSC）１２、主記憶コントローラ
（MSC）１３、中央プロセツサ（CP）１４、チ
ヤネル・プロセツサ（CH）１６からバスを接続
されるシステムの中心である。PSC１２はページ
記憶アレイ（PSA）１７中のデータにアクセス
し、MSC１３は主記憶アレイ（MSA）１８中の
データにアクセスし、チヤネル・プロセツサ１６
はＩ／Ｏ装置１９Ａ−１９Ｎのデータにアクセス
する。ページ記憶装置（PS）はPSC１２とPSA
１７を含み、主記憶装置（MS）はMSC１３と
MSA１８とを含む。

双方向性のデータ・バス２６がMSC１３と
PSC１２との間で接続される。このバスは、PS
とMSとの間で直接にページを転送する独立ペー
ジ・データ・バスである。バス２６上のページ転
送は、制御バス２３又は２４を転送される制御信
号に基きCP１４又はCH１６のいずれかによつて
制御される。PSのページ・アドレスは、MS制御
バスを介してSCからMSCへ、次いでMS／PSデ
ータ・バスを介してMSCからPSへ送られる。ゲ
ート１３Ａは、MS制御バス上の制御信号によつ
て能動化される。それによつて、MS制御バス上
のページ・アドレスがMS／PSデータ・バス２６
へ接続されると共に、PSページ・アドレスが
PSCへ与えられていることを示すため、MS／PS
制御線２７が能動化される。ページ・アドレスが
PSへ送られページ転送が開始された後、ページ
中の他の全てのアクセス・アドレス（例えば、ラ
イン・アドレス）はPS中で内部的に発生される
ので、MS／PSデータ・バスを介して通される必
要はない。

MSは通常の態様で動作し（ゲート１３Ａ及び
コントロール１３Ｂの動作を除いて）、MSが単
位データ（例えば、128バイトのライン）にアク
セスする前に、SCから通常のコントロール１３
Ｃへ与えられる指令を必要とする。従つて、SC
指令のライン・アドレスは通常の態様でMSへ転
送され、SCは、複数のリクエストが同時になさ
れた場合、それぞれのライン・リクエスト指令に
ついて、優先順位決定を行うことができる。かく
て、MSでアクセスされるべき各ライン・アドレ
スは、MS制御バス２１上をMSへ転送される。

MSアクセスがなされる度に、独立の優先順位
決定がSCによつてなされ、所与の一時点で最高
優先順位のリクエスタがMSアクセスを許される
ようにするため、それぞれのMS／PSライン転送
は、コントロール１３Ｂを介してSCによりMS優
先権を決定される。その結果、ページ・ラインが
転送される時、MS／PS転送リクエスタよりも高
いMS優先順位のリクエストを行つているリクエ
スタがあれば、MS／PS転送は、MS／PS転送リ
クエスタがMS優先権を獲得するまで、コントロ
ール１３Ｂにより休止されなければならない。

ページ転送の間、各MSライン・アクセスにつ
いて独立のSC優先順位決定を行うため、SCは独
立データ・バス上の各ライン転送について通知を
受け、同時にMSにアクセスしないようにする。
MSアレイには一時に１つのMSアクセスのみが
許されるからである。

実施例において、MSへのSC指令は、リクエス
タ（即ちCP又はCH）指令に応答して発生され
る。従つて、ラインがMS／PSバス上である方向
へ転送された後、次のラインをリクエストし又は
ページ転送が完了したことを示すため、PSから
ページ転送リクエスタへ信号が送られる。PSの
次のラインのリクエストに応答して、ページ転送
リクエスタはSCへ次のラインの転送指令を送る。
この指令がSCに存在する他のMSリクエストと競
合し、それがSCによつてMS優先権を与えられた
時、MSアクセスがなされる。

更に、このページ・ライン転送指令はPSへ送
られる。それは、MS優先権がリクエストされた
こと、従つて現在アドレスしつつあるラインにア
クセスしなければならないことをPSへ知らせる。

MS／PSデータ・バスは双方向性バスとして設
計されてよい。このバスは一時にいずれかの方向
へサプライン単位（例えばダブル・ワード又は４
ワード）を転送するように設計される（ラインご
とに16個のダブル・ワード又は８個の４ワード）。
PSアクセス・タイムはMSアクセス・タイムと異
つていてよく、ライン・アクセス指令は若干異つ
た時間にMS及びPSに到着してよいので、全ての
ページ・データの転送を保証するため、PS及び
MS間のバス上で何らかのバツフアリングが必要
となるかも知れない。

第１図において、CP１４とSC１１との間又は
CH１６とSC１１との間にデータ・バスは示され
ていない。そのようなデータ・バスが、本発明に
よつて使用されることはない。しかし、現実的に
は、CP及びCHのデータ・バスは、本発明と直接
の関連を有しない理由のためにシステム中に存在
している。

更に本発明は、第２図に示されるような多重プ
ロセツサ構成にも応用することができる。この多
重プロセツサは構成は、システム・コントローラ
SC０及びSC１、ページ記憶装置PS０及びPS１、
主記憶装置MS０及びMS１を有し、これらは第
１図に示されるような態様でシステム・コントロ
ーラへ接続される。即ち、PS０及びMS０は
MS／PSデータ・バス０によつて接続され、PS
１及びMS１はMS／PSデータ・バス１によつて
接続される。更に、各SCは、複数の中央プロセ
ツサ（CP）及び入出力チヤネル・プロセツサ
（CH）へ直接に接続される。かくて、SC０は直
接にCP０，CP２，CH０へ接続され、SC１は直
接にCP１，CP３，CH１へ接続される。SC０及
びSC１は、米国特許出願第205500号に説明され
る態様で、交差質問バス３１によつて接続され
る。

２つのPS（PS０及びPS１）は、いずれかのPS
に記憶されるページをMS（MS０又はMS１）に
関して転送するため、バス３２によつて相互に接
続される。かくて、システム中のCP又はCHが
PS（PS０及びPS１）の中に記憶されたページを
アクセスし共用できるようにするため、PSA
（PSA０又はPSA１）は、他方のPSC（PSC１又
はPSC０）によつてアクセスされることができ
る。

以下図面を参照して説明する場合に、SC、
PS、MS、CP、CHをそれぞれSC０，PS０、
MS０，CP０，CH０で代表させ、それらを中心
に説明する。

PS／MSデータ・バス第６図は第１図及び第２図に示されるSCに設
けられた制御部の詳細を示す。この制御部は、
SCへ接続されたCP又はCHの制御の下で独立ペ
ージ転送バスを介するページ転送を制御する。

更に第６図は、CP及びCHをSCへ接続する制
御バスのSCインターフエイスを示す。CP指令コ
ントロール６１は、CPとの間の制御バスへ接続
される。同様に、チヤネル指令コントロール６２
はコントロール６１と同様なものであり、CHへ
接続された制御バスへ接続される。

MSアクセスの各リクエスタ（即ち、CP及び
CH）は、MS優先権回路６４へ接続されるリク
エスト信号線（６１Ｂ，６２Ｂなど）を有する。
優先権回路６４は、同時的リクエスタのいずれ
が、所与の時点でSCからMSへ指令を送ることが
できるかを決定する。例えば、優先権がCP０へ
与えられた時、線６４Ａが能動化され、これは指
令動作レジスタ７１を条件づけて、CP０からの
指令動作コードを受取らせる。同様に、優先権が
CHリクエストへ与えられた時、線６４Ｎが能動
化され、これはチヤネル指令コントロール６２に
ある同様の回路を条件づけて、CHからの指令動
作コードを受取らせる。

レジスタ７１にあるCP指令動作コード（例え
ばページイン、ページアウト）は線６１Ｆ上に出
力される。同様に、コントロール６２で受取られ
たCH指令動作コードは、CH指令が受入れられ
た時線６２Ｆへ出力される。OR回路６５はそれ
ぞれの受入れられた動作コードを指令動作検出器
８０へ通す。検出器８０は、ページング指令のた
めに、線８０Ｂの上にPS指令信号を発生し、か
つ指令方向線８０Ａの上に方向信号（MSページ
イン又はMSページアウト）を発生する。

更に、リクエスタ識別エンコーダ６３はどの
CP又はCHから指令が受取られたかを認識し、リ
クエストが優先権回路６４によつて受取られた
時、指令を発生したCP又はCHを示す識別情報を
線６３Ａ上に発生する。

PS指令がMS優先権回路６４によつて受入れら
れた時、指令受入信号が線６９Ａ上を第７図の
PSCへ与えられる。受入信号はANDゲート８０
Ｃ（第７図）を能動化するが、それはANDゲート
８０Ｃが指令動作検出器８０から線８０Ｂ上の
PS指令信号を受取る時である。それによつて
PSC中の指令受入トリガ８１がセツトされ、PSC
はMS／PS転送指令が出されたことを認識する。

SCによつて受取れられたCP又はCHからの最
初のページ転送指令は、線６１Ｃ上のPSペー
ジ・アドレスを含む。PSページ・アドレスはMS
指令の一部としてMSへOR回路６６を介して送
られる。PSページ・アドレスは、線６６Ａから
OR回路７０を介して、データ・バス２６中の
MSデータ線へ与えられ、PS指令線８０Ｂ上の信
号は、制御線２７へ与えられる。線８０Ｂ上の信
号は、データ・バス２６がPSページ・アドレス
を含んでいることをMSへ知らせる。PSページ・
アドレスはデータ・バス２６へゲートされるが、
制御線２７は、MSCがPSページ・アドレスを受
取りつつあることをPSCへ知らせる。最初のPS
ページ・アドレスは、その時PSがアクセスしか
つ転送されるページの最初のライン・アドレスで
ある。

ページ転送のためのMSに対する最初の指令
は、PSページ・アドレスを含むのみならず、通
常の信号（即ち、アクセスされるべきMSアドレ
ス）を含む。このアドレスは、転送されるページ
の第１ラインのMSアレイ・アドレスである。
MS制御バス中の制御線は、MSデータ・バス上
のアドレスがPSページ・アドレスであるかMSラ
イン・アドレスであるかを識別するため能動化さ
れる。以下に続くMSへの指令はMSライン・ア
ドレスのみを含む。PSページ・アドレスを有す
る最初の指令の後では、全ての後続するPSライ
ン・アドレスは内部的に発生され、MSデー・バ
スを介する転送を必要としない。

ページイン又はページアウト指令がSCによつ
て受入れられたかどうかは、第７図のPSCによつ
て決定される。それはANDゲート８５及び９８
が指令受入トリガ８１及びオールゼロ検出器９９
からの出力によつて能動化された時である。オー
ルゼロ検出器９９は、転送されるべきページの第
１ラインについてカウンタ８７からゼロライン・
アドレスを受取る。ANDゲート９８は第８図の
ANDゲート１３８（０）からPSページ・アドレ
スを受取る。PSページ・アドレスは、制御線２
７上の信号によつて、第８図のANDゲート１３
８（０）及び１３８(1)を通される。制御線２７上
の信号は、PSページ・アドレスがデータ・バス
２６上に存在していることを示すため、MSを介
してSCから与えられる。

ANDゲート９８は線１３８Ａ上のPSページ・
アドレスをページ・アドレス・レジスタ８２上の
ビツト位置０−31へ通す。ページ・アドレス・レ
ジスタ８２は、第６図のOR回路６６によつてデ
ータ・バス２６へ与えられつつあるPSページ・
アドレスを受取る。ページ転送開始時におけるカ
ウンタ８７の最初のゼロ状態は、レジスタ８２の
ビツト位置32−36へゲートされる。

更に、第７図のPSC制御部によつて最初の指令
が受取られると、ANDゲート８５が能動化され
て、リクエスタ識別コードが線６３Ａからリクエ
スタ識別レジスタ８６へ通される。

次に、レジスタ８２のビツト位置０−36は、リ
クエストされたページの最初のラインをアドレス
するため、第９図のPSAへ出力される。リクエ
ストされたページは、PSAフエツチ・データ・
バス１３６Ａ又はPSA記憶デーダ・バス１３７
Ａを介して一時に４ワード（QW）を転送するよ
うにアクセスされる。

QWのデータがPSAからフエツチされる前のサ
イクル、又はQWがPSAへ記憶される同じサイク
ルで、PSAから出る線９１上でQW前進信号が能
動化されて、カウンタ８７（第７図）を増加させ
る。

アクセスされたライン中のダブル・ワード
（DW）はデータ・バス２６とMSC１３との間で
転送され（第１図、第８図）、指令動作検出器８
０（第６図）からの制御信号はMSCを通つて制
御線２７（第１図）へ転送される。この信号は、
MSがデータ・バス２６上でライン転送を行うた
めライン・アクセスを実行している場合のPSCに
対する前進信号である。

第８図において、制御線２８上の前進信号はダ
ブル・ワード（８バイト）レジスタ１３１を条件
づけ、第７図のPSC制御部から受取られた方向信
号（MS／PS線８８Ｂ又はPS／MS線８８Ｃ）に
従つて、次のサイクルでライン中の次のDWを送
信又は受信する。

更に、PSAにあるQWのために、カウンタ８７
（第７図）は方向制御回路８８へQW増加信号
（線８７Ｄ）を与える。方向制御回路８８はQW
レジスタ・ゲート信号（線８８Ａ）を第８図の
PSCデータ・バス部へ出力し、QWレジスタ１３
３（16バイトを含む）におけるQWの移動及びラ
イン・バツフア１３２（１２８バイトを含む）を
制御する。

ラインの最後のQWがPSCによつてアクセスさ
れた時、カウンタ８７はライン増加信号（線８７
Ａ）を出力する。それは、ページ転送命令を実行
しているCP又はCHによつて、次のライン指令が
発生されるよう要求するためである。このため、
カウンタ８７から出るライン増加信号は、SCへ
至るPS応答タグ線８３Ａ上に次のライン信号を
出力するため、ANDゲート８３を能動化し、SC
へ次のライン・コードを出力するため、PS指令
エンコーダ８４を能動化し、SCへ現在のリクエ
スタを知らせるため、リクエスタ識別レジスタ８
６を能動化する。

第６図において、SC制御部が線８３Ａ上のラ
イン増加信号を受取つた時、それは、ANDゲー
ト６７を介して、線８６Ａ上のリクエスタ識別情
報を応答選択デコーダ６９へ通させる。応答選択
デコーダ６９は、そのリクエスタに対する応答線
を能動化する。例えば、線６９Ａが能動化される
と、ゲート７４は線８４Ａ上のPS応答指令を制
御バス中の線６１Ｅへ通す。線６１ＥはCPへ接
続されており、上記PS応答指令は、次のライン
転送のリクエストをSCへ与えるようCPへ命ず
る。

最初のライン・アクセスの後、MSにおけるそ
れぞれの後続するページ・データのライン・アク
セスは、リクエスタによつて受取られたPS指令
中のライン増加信号（例えば、第５図において、
SCから来る線６１Ｅ上のPS指令）に応答して生
じる。第５図において、リクエスタCPは、加算
器１１７へ与えられるライン増加信号を能動化す
るため、SC指令デコーダ１１５中でライン増加
コードをデコードする。加算器１１７は、ライ
ン・サイズ・レジスタ１１８からのライン・サイ
ズをMSアドレス・レジスタ１１３にある現在の
MSアドレスへ加算することによつて、次のMS
ライン・アドレスを発生する。加算器は、SC制
御部へ至る線６１Ｄ上に、次のMSライン・アド
レスを出力する。更に、加算器出力は、MSアド
レス・レジスタ１１３へセツトされる。

第４図において、リクエスタCHがSC指令デコ
ーダ２１５でライン増加信号をデコードし、かつ
レジスタ２１１中のMSアドレス（32ビツト）と
ライン・サイズ・レジスタ２１８を使用して、加
算器２１７で次のMSライン・アドレスを発生す
る時、同様の動作が起る。

SC制御部において（第６図、線６１Ｄ上の次
のMSライン・アドレスはANDゲート７３を通
る（線６２Ｄについても同じ）。指令リクエスト
が優先権回路６４によつて受入れられた後、MS
ライン・アドレスはゲート７３からMSCへ送ら
れる。このMSCはアドレスされたMSA中のライ
ンにアクセスする。ラインのアドレシングはダブ
ル・ワードずつなされ、データ・バス２６を介し
て各ラインを転送するため、16個のダブル・ワー
ドの転送が起る。MSCの詳細は示されていない。
何故ならば、それは先行技術の教示に従い構成す
ることができるからである。例えば、MSCは米
国特許出願第973466号に示されるように構成する
ことができる。PS及びMSは同一の技術に従つて
構成することができる。更にそれらは、データへ
迅速にアクセスするため、MSアクセス単位で中
断可能であることを可能にする異つた技術を用い
て構成することができる。

MSは、単一の双方向性データ・バスを有して
もよく、またサブページ単位（例えばダブル・ワ
ード）をフエツチしたり記憶したりする２つの単
方向性データ・バスを有してもよい。これらデー
タ・バスの構成は、全て先行技術で知られてい
る。MS制御バス２１（第１図）は、MSからPS
へPSページ・アドレスを転送するため、MSC中
のバス転送ゲートにより、データ・バス２６及び
制御線へ接続される。

従つて、独立データ・バスにおけるページ転送
の連続性及び速度は、応答しているCP又はCH及
び他のリクエスタ（他のCP又はCH）からなされ
るMSアクセスの競合性によつて決定される。

第２図に示されるバス３２は、SC０又はSC１
のいずれかへ接続されたCPをして、PS０又はPS
１にあるページへアクセスすることを許す。更
に、これはシステム中の全体的なPS（PS０とPS
１を含む）の大きさの増大を許す。

第７図において、PSCハードウエアをPSC０又
はPSC１にすることは、初期マイクロプログラ
ム・ロード（IMPL）によつてなされる。IMPL
は、割当トリガ９１を、PSC０とするため０へセ
ツトし、PSC１とするため１へセツトする。
PSA０は、ページ・アドレス０からページ・ア
ドレス（ｎ−１）までを割当てられ、PSA１は、
ページ・アドレスｎからページ・アドレスｋまで
を割当てられる。アドレスの分割は、PSペー
ジ・アドレスのビツト位置（例えば、レジスタ８
２におけるビツト位置０）によつて決定される。

このビツト位置は、比較的９２によつて割当ト
リガ９１のセツト値と比較される。PSCハードウ
エアをPSC０とするため、トリガ９１がゼロへセ
ツトされた時、比較器９２は、PSA０のペー
ジ・アドレスについて０を出力し、PSA１のペ
ージ・アドレスについて１を出力する。これらの
信号はPSC０について線９２Ａへ与えられ、PSC
１について線９２Ｂへ与えられる。

CPからのページ転送命令、又はSC０へ接続さ
れたCHからのページ転送CCWは、そのPSペー
ジ・アドレスを、第８図のANDゲート１３８
（０）又は１３８(1)によつて、選択されたPSC０
又はPSC１へ送るようにされる。次いで、ページ
転送は、選択されたPSCから受取られたゲート信
号の制御の下で、第８図のPSCデータ・バス部で
進行する。上記の選択されたPSCは、局所PSC
（例えばPSC０）であつても、遠隔PSC（例えば
PSC１）であつてもよい。

もし遠隔PSCがアクセスされつつあるページ・
アドレスを有するならば、ページ・データ
（QW）はバス３２を介して遠隔PSCへ移動する。
遠隔PSCは、局所ゲート信号（例えば第７図の
ANDゲート９７、線８２Ａ，８２Ｂ，８８Ａ，
８８Ｂ，８８Ｃの組合せを使用して生じた信号）
の制御の下でページ・データへアクセスする。

局所PSCがバス３２を介して遠隔PSCからペー
ジ・データを受取つている時、局所PSCは局所
MS／PSデータ・バスを介して関連したMSとの
間でページ・データを転送しつつある。

MS／PSデータ・バスの制御これまで説明した独立データ・バスの動作は、
ページ転送をリクエストしているCPの命令スト
リームに関して、同期的又は非同期的になされて
よい。

同期的転送はページアウト命令又はページイン
命令を実行しているCPによつて制御される。そ
のCPは、ページ転送が完了するまで（命令実行
が完了するまで）、他の活動を実行しない。

非同期的転送は、チヤネル・プログラムにより
MS及びPS間のページ・セツト転送を制御するた
め、スタートＩ／Ｏ命令を発生するCPによつて
開始される。CPがSIO命令を実行するや否や、
そのCPは、PS／MSページ転送動作を制御する
ため、CHがチヤネル・プログラムを実行してい
る時間と同じ時間に、他の命令（例えばデイスパ
ツチされた他のプログラム命令）を実行すること
によつて、動作を続けることができる。

同期的制御の実施例同期的CP制御の実施例が第５図、第１３図、
第１４図に示される。第５図は第１図又は第２図
のCPを示す。CPは、通常の如く構成された命令
デコーデイング・ユニツト、汎用レジスタ
（GR）、命令実行ユニツト、キヤツシユ、記憶コ
ントロールなどを含んでいてよい。第５図には、
本発明と関連のある構成部分のみが示される。

CPは、第１３図又は第１４図に示されるよう
な形式のページイン命令又はページアウト命令を
実行する。これらの命令は、その命令ストリーム
から第５図に示される現命令レジスタ１０１へ受
取られる。レジスタ１０１のビツト０−15にある
動作コードは、命令デコーダ１０２でデコードさ
れる命令形式を限定する。命令中にあるＲ１及び
Ｒ２フイールドは、CPのGRアレイ１０３にある
16個のGRのうち任意の２個のアドレスするた
め、デコーダ１０２によつて使用される。Ｒ１に
より指定されるGRは、ページ転送のためにアク
セスされるページ・フレームのPSアドレス（PS
ページ・アドレス）を含む。Ｒ２により指定され
るGRは、ページ転送のためにアクセスされるペ
ージ・フレームのMSアドレスを含む。Ｒ１及び
Ｒ２によつて指定されるGRは、先行する命令に
よつて、MSアドレス及びPSアドレスを前もつて
ロードされている。

命令がデコーダ１０２によつてデコードされた
時、命令の動作コードが指令レジスタ１０６へセ
ツトされ、かつ指令リクエスト・トリガ１０７が
セツトされる。レジスタ１０６及びリリガ１０７
は、出力信号をそれぞれ線６１Ａ及び６１Ｂを介
して第６図のSC制御部へ送る。命令の第１実行
(E)サイクルで、GRのPSアドレスはANDゲート
１１２によつて線６１Ｃへ出力され、GRのMS
アドレスは、ANDゲート１１１を介してMSア
ドレス・レジスタ１１３へ出力される。

ページのPSロケーシヨンを表わすPSアドレス
は、PSにおける物理的なページ・フレーム・ア
ドレスである必要はない。例えば、PSページ番
号が、PSにおけるページ・フレーム・アドレス
と無関係にPS中の要求されたページへ割当てら
れてよい。ページ・フレーム・アドレスは、PS
を形成する記憶チツプ及びモジユールの物理的再
構成を許すため、後にページへ割当てられてよ
い。このため、マイクロコード・プログラム（即
ち、マイクロプログラム）１１４は、指令レジス
タ１０６にあるページイン命令又はページアウト
命令の動作コードによつて起動される。マイクロ
プログラム１１４は、PSアドレスがPSページ番
号へ割当てられた主記憶装置の領域でGRにある
PSページ番号をテーブルの探索引数として使用
する。探索引数に対応するPSアドレスはCPへ戻
され、CP指令は線６１Ｃ上のPSアドレスをSCへ
与ええる。SCは、PSにおけるページ・アクセス
を制御するため、PSアドレスをPSへ送る。

ページ・アクセスは、CP指令が出された時に
始まる。それは転送されるべきページの最初のラ
インをアドレスする。データの各ラインは、第６
図に示されるシステム・コントローラの制御によ
りMS／PSデータ・バス上を転送される。PSCデ
ータ・バス部は第８図に示され、命令によつて要
求される方向へ（即ち、ページアウトはMSから
PSへページインはPSからMSへ）データを転送
する。それは、MSについてDW前進信号の制御
の下で行われ、PSについてはQW前進信号の制
御の下で行われる。

リクエストを発生したCPは、ページのために
MS中でアクセスされる次のラインについてMS
アドレスを発生するため、PSライン増加信号を
使用する。PS中でアクセスされる各ラインのPS
アドレスは、カウンタ８７（第７図）によつて
PSCの中で内部的に発生される。CPは線６１Ｃ
を介してPSアドレスをMSへ送る。CPが次のMS
ライン・アドレスを発生する方法は、SCから線
６１Ｅを介して受取られたPS応答指令に応答す
ることによつて行われる。この応答指令が生じる
のは、PSCがそのPS応答指令線８４Ａを能動化
し、CPに対する応答選択線６６９Ａがアツプに
なつた時である。線６６９Ａは、指令エンコーダ
８４（第７図）からのライン増加コードを、線６
１Ｅを介してCPへゲートする。線６１Ｅ上のPS
応答指令はCPのデコーダ１１５（第５図）によ
つてデコードされる。デコーダ１１５において、
ライン増加コードは加算器１１７へ至るライン増
加線１１６を能動化する。加算器１１７は、次の
MSライン・アドレスを発生するため、レジスタ
１１３にある現在のMSアドレスをレジスタ１１
８から得られたライン・サイズへ加算する。次の
MSライン・アドレスは、新しいMSライン・ア
ドレスとしてレジスタ１１３へロードされ、線６
１Ｄを介してSCへ転送されOR回路６８を介して
MSへ転送される。

MSライン・アドレスは、カウンタ８７（第７
図）から得られたライン増加信号に応答して、
CPによつて発生され続ける。カウンタ８７は、
PSとMSとの間でDW／QW転送関係を同期化す
る。PSC（第７図）にある方向制御回路８８は、
第８図のPSCデータ・バス部へゲートされる信号
の順序を制御するため、SCから線８０Ａを介し
て指令方向信号を受取る（指令動作コードから得
られる）。方向制御回路８８はライン・バツフア
１３２（第８図）のアウトゲーテイング及びイン
ゲーテイングを制御する。それはPSとMSとの間
のデータ移動を維持するため、バツフアのアウト
ゲーテイングが少なくとも1QWだけインゲーテ
イングに遅れるようにするためである。

カウンタ８７がページ・カウントをオーバフロ
ーする時、ページ完了信号がカウンタ８７によつ
て出力される。ページ完了信号は線８７Ｂを介し
て指令エンコーダ８４へ与えられる。それによつ
て指令エンコーダ８４はページ完了コードを発生
し、このコードは、PS指令としてPS応答指令線
８４Ａ、SC（第６図）を介して線６１Ｅ上へ送ら
れる。PS指令はCP（第５図）中のデコーダ１１
５によつてデコードされる。デコーダ１１５は、
終了動作信号を能動化し、条件コードをセツト
し、CPをして次の命令を発生させる。

非同期的制御の実施例第３図及び第４図に示されるチヤネル・プロセ
ツサ（CH）は、CPの代りに、MS／PSページ転
送を制御することができる。それによつてCPは、
CH制御のページ転送の間に、他の作業を実行す
べく解放される。第３図に示されるデータ・フロ
ーは、本質的に通常のチヤネル・プロセツサ（例
えばIBM2880チヤネル）と同じものであり、通
常のチヤネル・ハードウエアの全てが第３図に含
まれているものと仮定する。それらは番号２２１
から２２８までによつて表わされる。

第３図における新規なハードウエアは、番号２
１１及び２１２によつて表わされる。第４図は、
要求されるチヤネル動作を実行するための新規な
ハードウエアの相互接続を表わす。第１５図、第
１６図、第１７図に示される新規なチヤネル制御
ワード（CCW）は、第４図に示されるハードウ
エアを制御する。第１５図はページイン準備
（PPI）CCW、第１６図は、ページアウト準備
（PPO）CCW、第１７図はページ・コピー
（CPG）CCWを示す。

各ページ転送を制御するため、２つのCCWが
チヤネル・プログラム中で必要である。最初の
CCWは、要求される転送方向に従つてPPO又は
PPIのいずれかであり、PSアドレス（ページ記
憶アドレス）を含む。第２のCCWはCPGである。
CPGはページのMSアドレス（主記憶アドレス）
を含む。理論的には、もし動作コード、PSアド
レス、及びMSアドレスが単一のCCW中に含まれ
ていれば、２つのCCWではなく、１つのCCWを
使用することが可能である。

MS／PSページ転送のチヤネル・プログラム
は、SIO命令を実行するCSによつて、通常の態
様で開始されてよい。SIO命令は、Ｉ／Ｏ装置を
限定する必要はない。任意的に、SIO命令は、第
３媒体のためにＩ／Ｏ装置アドレスを限定してよ
いが、それはＩ／Ｏ装置アドレスがページ転送の
ために必要な場合である。実行中のSIOはチヤネ
ル・アドレス・ワード（CAW）にアクセスする。
CAWは、ページ転送を制御するため、MSにあ
るチヤネル・プログラムの最初のCCWをアドレ
スする。本発明の使用に当つて、CAW中に新規
なフイールドがPS権限（PSAU）フイールドと
して限定される。PS権限フイールドは、PSの使
用を認可するため、１状態へセツトされねばなら
ない。実際には、PSAUフイールドは、転送動作
のためPSを選択するPSアドレスとして使用され
る。もしPSAUフイールドがゼロへセツトされて
いれば、チヤネル・プログラムはPPI、PPO又は
CPGの各CCWを含むことができない。もしこれ
らのCCWが含まれていれば、チヤネル・プログ
ラムは直ちに終了し、CP割込みが生じる。そし
て、チヤネル・プログラムがPS権限を侵したた
め無効にされたことをシステム・ユーザへ示すコ
ード値がセツトされる。CAWがアクセスされる
時、レジスタ２１２にあるPSAUフイールドへ
「１」ビツトがセツトされる。これはPSについて
CH動作を条件づけるために使用される。

PSAUフイールドがPS権限を示す「１」へセ
ツトされ、チヤネル・プログラムがPPI又はPPO
のCCWまで来た時、その動作コードが第４図の
レジスタ２１１にあるCCW動作コード・フイー
ルド（８ビツト）へセツトされ、CCW中のPSア
ドレスがレジスタ２１２のPSアドレス・フイー
ルド（32ビツト）へセツトされる。MS及びPS間
のページ転送方向は、実行中のPPO又はPPI
CCWの動作コードから決定され、それはレジス
タ２１２の方向フイールド（１ビツト）へセツト
される。次いで、CPG CCWにあるMSアドレ
ス・フイールドは、レジスタ２１１のMSアドレ
ス・フイールド（32ビツト）にセツトされ、ここ
でページ転送が開始される。

動作デコーダ２０２は、レジスタ２１１から動
作コードを受取り、レジスタ２１２から方向及び
PS権限を受取る。第４図において、指令レジス
タ２０６及び指令リクエスト・トリガ２０７は、
それぞれ第５図のレジスタ１０６及び１０７と同
じように働く。更に、第４図において、SC指令
デコーダ２１５、加算器２１７、ライン、サイ
ズ・レジスタ２１８は第５図のSC指令コーダ１
１５、加算器１１７、ライン、サイズ・レジスタ
１１８と同じように働く。システムが起動された
時、初期マクロコード、プログラム・ロード
（IMPL）動作によつて、ライン・サイズ・レジ
スタ２１８がマイクロコードによつてロードされ
る。かくて、CPG CCWが実行されている時、転
送されつつあるページにある各ラインのMSアド
レスが、PSから受取られたライン増加コードに
応答して、加算器２１７中で発生される。発生さ
れたMSアドレスは、レジスタ２１１のMSアド
レス・フイールドに置かれる。MSアドレスは
MSアドレス・フイールドから線６２Ｄ及びSCを
介してMSへ送られる。現在のページの終りに達
したことは、ページ完了コードによつて知られ
る。これは、前に第７図のPS指令エンコーダ８
４に関して説明したことと同じである。

第４図において、ANDゲート２１９に対して
ページ信号の終了を知らせるため、PSページ完
了コードがSC指令デコーダ２１５でデコードさ
れる。ANDゲート２１９は、レジスタ２２５に
あるCCWの指令連鎖フラグによつて条件づけら
れる。もし指令連鎖フラグがオンであれば、次の
CCWを得るため、ANDゲート２１９はCHバス
２２２へ信号を出力する。次のCCWは、PS及び
MS間で次のページを転送するためのCPG、
CCWによつて後続されたPPI又はPPO、CCWで
あつてよい。このようにして、単一のチヤネル・
プログラムは、PS及びMS間でどの方向に対して
も、またPS及びMSのどのロケーシヨンに対して
も任意数のページを転送することができる。

指令連鎖フラグをオフにされたCCWが実行さ
れる時、ANDゲート２１９は能動化されず、そ
の代りにインバータを介して線６２ｚへ転送終了
信号が与えられる。この信号は、チヤネル・プロ
グラムの終了、及びPS及びMS間でページ・セツ
トの転送が終了したことを示す。

本発明を産業界で利用する方法本発明は、PSとMSの間でページ転送を制御す
る第１０図の新規な方法を含む。

この方法の利点を理解するため、先行技術のシ
ステム制御プログラムによつてページ転送を実行
する場合のシステム効率を理解することが必要で
ある。先行技術のシステム制御プログラムの例
は、第１１図に示されるIBM OS／370多重仮想
記憶（MVS）である。先行技術のMVSは、PS
としてDASDを使用し、かつMSとPSとの間に設
けられたチヤネル・データ・バス上で全ページの
転送を制御するため、非同期的チヤネル・プログ
ラムを使用する。チヤネル制御のページ転送は、
MVSにおいて２つの異つた方法によつて開始さ
れてよい。これらの方法は２つの異つた事態に関
連している。それらの事態とは次のとおりであ
る。(1)記憶型命令（第１１図では命令Ｋと呼ばれ
る）に対する仮想アドレス変換の間に、MS中の
ページ不在が決定されこと。これは変換ページ・
テーブルのエントリが無効であると決定された時
に生じる。（即ち、無効ビツトがオンにセツトさ
れる）。(2)MVSのシステム資源管理プログラム
（SRM）が、MS中のページ・セツトがPSへスワ
ツプアウトされるべきか、又はPSからMSへスワ
ツプインされるべきかを決定したこと（これは、
CP動作の定期的タイミング中断の間に生じる）。

先行技術の非同期的ページングを示す第１１図
において、事態(1)はボツクス３０１で始まり、ボ
ツクス３０２で終る。ページ不在はCPによつて
リクエストされたアドレスの変換中に検出され
る。その場合、変換プロセスは、リクエストされ
たアドレスを有するページをMS中に発見せず、
ページはPSに存在する。

事態(2)は、第１１図においてエントリイ・ポイ
ント４０１を使用する。エントリイが生じるの
は、SRMが、ボツクス３０５によつて表わされ
たMVS中でページＩ／Ｏ開始ルーチン（PIOIR）
へ入るため、監視プログラム呼出し（SVC）命
令を使用した時である。PIOIRは、SRMによつ
てリクエストされたページング転送を管理するた
め、SRMによつて設定されたテーブルを探索し、
かつ関連したMVSルーチン（例えば実記憶管理
プログラム及び補助記憶管理プログラム）を使用
することによつて、スワツプ・セツト中にページ
のMSアドレスを発見する。PIOIRはSIO命令を
発生する。SIO命令は、ページ・セツトのために
PSとMSの間でページ転送を実行するチヤネル・
プログラムを開始する。

第１１図で注意すべきは、事態(1)の場合、
MVSページ不在のプログラミングは、約3000個
のCP命令を含む大量のCPオーバヘツドを必要と
することである。これらのCP命令は、ページ転
送を生じさせるチヤネル・プログラムの前及び後
で実行される。3000個の命令は、チヤネル・プロ
グラムが実行されている間に実行されるCP命令
を含まない。チヤネル・プログラムが実行されて
いる間、CPは実行を待機している他の作動可能
プログラムを実行するよう指名される。このよう
なプログラムは、チヤネル・プログラムが実行さ
れている間に実行される。

ページ転送チヤネル・プログラムが終了した
時、それはチヤネル終了割込信号をCPへ送る。
CPは、割込まれたプログラム（即ち、命令Ｋを
有するプログラム又はSRMプログラムのうちペ
ージ転送を生じさせたプログラム）に対する制御
ブロツク中に作動可能ビツトをセツトするため、
MVS Ｉ／Ｏ割込処理プログラム（ボツクス３０
７）を使用する。

更に第１１図で注意すべきは、SRMページ転
送のための事態(2)におけるCPオーバヘツドは、
１つのエントリイ当り複数ページ（例えば10ペー
ジ）が転送されるので、ページ当りでは実質的に
少なくなることである。事態(2)のオーバヘツド
は、ページ当り約1000個の命令であり、10ページ
では10000個の命令となる。しかし、ページ・セ
ツトが１ページだけであれば、ページ当りオーバ
ヘツドは4000個の命令へ増加する。

しかし本発明に関連する第１０図の方法は、第
１図乃至第９図に示される新規なハードウエア上
で、先行技術のプログラムを新規な態様で使用す
る。本発明において、独立データ通路により、
PSとMSの間で実行されるページ・セツトの転送
を、同期的に制御するか非同期的に制御するか選
択することができる。

第１０図において、事態(1)のページ不在を処理
するため、非同期的チヤネル・プログラムの代り
に、同期的CPページ転送が使用される。第１０
図のプログラム通路は、ボツクス３１１から３１
２への取られる。同期的ページ転送通路を使用し
て、ページ当り約600個のCP命令（統計上の平
均）がオーバヘツドとして実行される。その間、
チヤネル・プロセツサは使用されず、他の作業を
実行することができる。第１１図では、各ページ
不在を処理するため、3000個の命令がCP実行オ
ーバヘツドとして必要である。従つて、第１０図
の方法は、第１１図の方法と比較して、同一の機
能を実行するため（ページ不在を無くすため、ペ
ージを転送すること）、５倍も早く動作する
（3000／600）。ページイン命令は第１３図に示さ
れる。ページインされるべきページに割当てられ
たMSページ・フレームがPS中に正確なコピー情
報を有するかどうか分らない有効ページを含んで
いる場合（例えばデータの変更、又はデータが前
にPS中に記憶されていない場合など）、ページイ
ン転送の前に、第１４図に示されるページアウト
命令が実行される。大部分のページ不在動作は、
単一のページイン転送のみを伴う。何故ならば、
使用可能なページ・フレームのバンクがSCP中の
ページ・スチーリング・ルーチン（例えばIBM
MVS／370SRMプログラム）によつて維持され
るからである。

第１０図において、SRMルーチン４１２がPS
とMSとの間でページ・セツトの転送を開始する
事態(2)において、それはエントリイ４０１と出口
４０２との間で第１１図の非同期的プログラムを
選択する。その理由は、SRMページ・セツトが
しばしば多数のページ（例えば10を越える）を含
むからである。従つて、ページ・セツトの転送が
非同期的に制御される場合、ページ・セツト中の
ページ数がいくらであつても、実質的に3000CP
命令より少ないことと較べると、多数の同期的命
令（例えば、10×600命令＝6000命令）を伴うこ
とになる。

従つて、第１０図において、SCPは、MSとPS
との間でページ転送を必要とする種々の事態の効
率を考慮して、同期的ページ転送と非同期的ペー
ジ転送との間で制御を切換えるように、独立デー
タ・バスを利用する。

第１２図は本発明と共に使用される新規な方法
を示すが、その新規な点は、同期CP手段又は非
同期CH手段のどれによつて転送を制御するかを
決定するため、転送されるページ・セツトのペー
ジ数を使用することである。

第１２図の方法は、第１０図の方法の代替方法
として使用されるか、又はページ数が或る数Ｎの
上下に変動するようなページ・セツトを有する
SRMのために使用されてよい。Ｎは、非同期CH
手段又は近似的に等しいCPオーバヘツドを有す
る同期CP手段によつて転送されるページ数とし
て選択される。３ページのCH制御非同期転送に
必要なオーバヘツド命令をCPが実行する時間に、
３ページのCP制御同期転送が可能である場合、
Ｎは３である。もしＮが３より小さければ、同期
的転送が効果的である。何故ならば、非同期的転
送よりも少ないオーバヘツド時間でよいからであ
る。もしＮが３を超えれば、より少ないCPオー
バヘツド時間を取る非同期CH転送が望ましい。

第１２図において、ボツクス５０１は指名され
たジヨブ・シーケンスをCPが実行する段階を表
わす。ボツクス５０２は、CPジヨブ・ストリー
ムにおけるSRMタイマ駆動割込みを表わす。割
込時点で、SRMはＳ個のページがMSとPSとの
間でスワツプインされるべきであるかスワツプア
ウトされるべきであるかを決定している。SRM
は、第１１図のエントリイ・ポイント４０１に示
されるように、SVC命令を実行する。このSVC
命令は、CPを第１２図の残りのボツクスで示さ
れるSCPルーチンに入らせる。ボツクス５０３
で、SCPルーチン中の命令はセツト中のページの
数ＳとＮとを比較する。もしＳがＮと同じか又は
それより少なければ、ボツクス５０４に入り、
CP同期制御の転送が開始される。もしそのセツ
トがＮページより多いページを有すれば、ボツク
ス５１１に入り、主記憶バスを介するデータ転送
に関して、CH非同期制御が開始される。

第１２図のボツクス５０４では、セツト中の各
ページの転送のため、第１０図の同期動作が実行
される。そのルーチンは、SRMエントリイ４０
１Ａと出口４０２Ａとの間にありSRMへ戻る。
次にボツクス５０５に入り、セツト中の全ページ
が転送されたかどうかをテストする。もし転送さ
れるページが残つていれば、ボツクス５０５から
ボツクス５０４へ「ノー」の径路がとられ、セツ
ト中の他のページが転送される。セツト中の全ペ
ージが転送されると、ボツクス５０６はSCP（シ
ステム制御プログラム）へ戻る。更にSCPはボツ
クス５０１へ戻る。ボツクス５０１では、通常の
ジヨブ・シーケンスがCPで実行される。

もしページ・セツトがＮより多いページを有す
るならば、ボツクス５０３からボツクス５１１へ
入り、第１１図のエントリイ・ポイント４０１へ
入ることによつて、ページの非同期転送について
CH制御が開始される。SIO命令がボツクス３０
５で実行される時、チヤネル制御が始まり、CP
は他の作業を実行するため解放される。チヤネル
制御が始まると、第１２図のボツクス５１２へ入
る。ボツクス５１２では、タスク指名プログラム
は、CHがセツト中のページを非同期的に転送し
つつある間、CPに実行させる他のジヨブを発見
する。要求されたページ・セツトの転送がチヤネ
ル・プログラムによつて完了されると、ボツクス
５１３でチヤネル終了割込みが生じ、特別の割込
コードがCHからCPへ転送される。このCP割込
みは、ボツクス５０６によつて表わされるSCPへ
の出口を取らせ、続いてステツプ５０１へ戻る。
ステツプ５０１では、CPが通常の作業処理へ切
換えられる。

本明細書で説明したPSは、(1)MSの拡張とし
て、(2)MSとDASDの間に設けられた階層記憶装
置として使用されてよい。

(1)の場合、データの移動はDASDからMSへ、
次いでCPへ（又はその逆方向へ）と階層的に生
じる。PSは階層構造中に存在せず、MSのオーバ
フローを受取るのみである。それはDASD上の準
備ができていないMSデータの一時的滞留場所と
なる。従つて、PSはMSにある各ページのバツク
アツプ・コピー情報を含む必要はない。

(2)の場合、全てのデータ移動はDASDからPS
へ、次いでMSへ、次いでCPへ（又はこの逆方向
へ）と階層的に行われる。この場合、PSは階層
構造の中にあり、かつMSのバツキング記憶装置
となる。PSはMSにある各ページのバツクアツ
プ・コピー情報を含まなければならない。これら
の情報の他に、PSはまだMSへ呼出されていない
ページ、又はMSによつて使用が完了したページ
を含む。

従つて、(2)の場合、効率的なDASD／PS転送
を行うことが大切である。何故ならば、この転送
は、MSでページを使用する前に全ページについ
てなされねばならないからである。しかし、(1)の
場合、PSに存在する使用完了のページを出力す
るため、効率的PS／DASD転送を行う必要があ
る。

更に本発明は、新規なチヤネル・プログラム制
御を実現する。このプログラム制御は、通常型の
チヤネル・プログラムを使用する場合と比較し
て、PS／DASD転送の効率を実質的に増大させ
る。この新規なチヤネル・プログラム制御は、単
一のチヤネル・プログラムで三媒体（即ち、
DASD、MS、PS）を制御する。

第１図乃至第９図を参照して説明したハードウ
エアは、この新規な三媒体チヤネル・プログラム
制御を可能とする。先行技術において、三媒体転
送は２つの別個の二媒体チヤネル・プログラムを
使用することによつてなされた。即ち、２つの二
媒体チヤネル・プログラムは、PSとDASDの間
にMSを介在させてページ・セツトを転送する場
合に、三媒体チヤネル・プログラムと同じ機能を
達成した。この場合、第１の二媒体チヤネル・プ
ログラムはPSとMSとの間の転送を制御し、第２
の二媒体チヤネル・プログラムはMSとDASDと
の間の転送を制御した。

本発明によつて可能となる新規な三媒体チヤネ
ル・プログラムは、従来型の二媒体チヤネル・プ
ログラムを使用する場合に必要であつた特別のハ
ードウエアを必要としない。このような特別のハ
ードウエアは、DASDとPSを直接に接続して、
それらの間の転送を二媒体チヤネル・プログラム
によつて制御するため必要となるものである。先
行技術であるIBMシステム／370アーキテクチヤ
ーにおいて、二媒体チヤネル・プログラムはスタ
ートＩ／Ｏ命令によつて開始された。スタート
Ｉ／Ｏ命令では、DASDが転送媒体の１つとして
指定され、第２の媒体は常にMSであると暗黙的
に決めらていた。SIO命令の実行は、チヤネル・
アドレス・ワード（CAW）と呼ばれる特別のワ
ードをMSでアクセスすることを含み、CAWは
MSにあるチヤネル・プログラムのロケーシヨン
を指定した。チヤネル・プログラムはチヤネル制
御ワード（CCW）を含み、CCWはＩ／Ｏ動作及
び／又はＩ／Ｏデータ転送のためのMSアドレス
を指定した。

通常型の二媒体チヤネル・プログラムが終了す
るのは、プログラムの最後のCCWにある指令連
鎖フラグが、それ以上のCCWがないことを示し
た時である。それによつて、CHはチヤネル終了
信号を発生し、チヤネル終了信号はCPを中断さ
せる。中断されるCPは、SIO命令を発生したCP
である。従つて、システム／370において、それ
ぞれの二媒体チヤネル・プログラムは、第１図に
示されるようなCPによつて実行される準備ルー
チンを必要とする。この準備ルーチンは、チヤネ
ル・プログラムを開始するSIO命令を発生するた
め、3000個のCP命令を準備的に実行する。

先行技術において、２つの二媒体チヤネル・プ
ログラムを使用して、MSを介してPSとDASDと
の間で転送を実行する場合、２個のSIO命令が必
要となる。SIO命令は3000命令のCPオーバヘツ
ドを有するので、PS／DASD転送を実現するた
め、全体で6000命令のCPオーバヘツドが存在す
る。

他方、本発明によつて実現される三媒体転送
は、単一のSIO命令を使用して、MSを介して
PS／DASD転送を実行するので、単に3000CP命
令を必要とするのみである。従つて、本発明は、
PSとDASDとの間のページ・セツト転送につき
CPオーバヘツドを50％節減する結果となる。

単に、MSを介するPS／DASD転送は、ペー
ジ・セツトの全ページ転送のために、MSにある
同一のページ・フレームを使用してよい。その結
果、MSにおける記憶域の割当ては、PS／DASD
転送について最小となり、ページ・セツト中の複
数のページが、PS／DASD転送の完了時にMS中
に存在することはない。

第１８図は、DASDからMSへ、次いでPSへと
ページ・セツトの転送が起る場合に、それを制御
する三媒体チヤネル・プログラムを示す。第１９
図は、PSからMSへ、次いでDASDへとページ・
セツトの転送が起る場合に、それを制御する三媒
体チヤネル・プログラムを示す。これらチヤネ
ル・プログラムの各々は、ボツクス６０１Ａ又は
６０１Ｂによつて開始される。それらのボツクス
において、CPはSIO命令を実行する。SIO命令
は、チヤネル・プログラムのためDASDを限定
し、CAWにアクセスする（ボツクス６０２Ａ又
は６０２Ｂ）。このCAWにおいて、PS権限フイ
ールド（例えば１ビツト位置）が１状態へセツト
され、チヤネル・プログラムによるPSの使用を
承認する。アドレス・フイールドはMSに存在す
る必要なチヤネル・プログラムの位置を決定す
る。

第１８図のチヤネル・ルーチン６０３（１）
は、セツト中の最初のページを転送する。それは
DASD上のページの位置を決定し、通常のシー
ク、探索及び読出CCWを使用して、ページをMS
へ読出す（ボツクス６１１，６１２，６１３）。
次いで第１８図のボツクス６１４で新規なPPO
CCW（第１５図）が実行されて、転送のためPS
が準備され、ボツクス６１５でCPG CCW（第１
７図）が実行されて、DASDから受取られてMS
に存在するページがアドレスされ、そのページが
PPO CCWのPSアドレスへ転送される。ここで
最初のページ転送は、チヤネル・ルーチン６０３
（１）の制御の下で完了する。

セツト中の他の各ページは、ルーチン６０３
（１）と同様な他のルーチンによつて転送される。
この場合、各ページのためのPSロケーシヨンは
異なる。更に、任意的にページのMSアドレスも
異つていてよい。このMSアドレスは、転送中全
てのページをバツフアするためMS中の同一のペ
ージ・フレームを使用することが望まれる場合に
は、セツト中の全てのページについて同じにされ
てよい。

セツト中の最後のページを転送するためには、
第１８図のボツクス６０３（Ｓ）にある同様のル
ーチンが使用される。ボツクス６０３（Ｓ）はボ
ツクス６０３（１）と類似したものであるが、少
なくとも異つたPSアドレスを有する点、及び最
後のCCWがゼロ状態の指令連鎖フラグを含む点
が異なる。指令連鎖フラグのゼロ状態はチヤネ
ル・プログラムの終りを示す。

第１９図において、チヤネル・ページ転送ルー
チンは逆方向へ（即ちPSからDASDへ）動作す
る。かくて、セツト中の最初のページは、ページ
転送ルーチン６０４（１）によつて、先ずPPI
CCW（第１５図）を実行し、次いでCPG、CCW
（第１７図）を実行することによりPSからMSへ
移動させられる。次いで最初のページをMSから
DASDへ移動させるため、シーク、探索及び書込
CCW（ボツクス６２３，６２４，６２５）が実行
される。

PSからDASDへ転送される他の各ページにつ
いて、同様のルーチンが反復される（PSアドレ
ス及びMSアドレスを除く）。しかし、セツト中
の最後のページを転送する最後のルーチン６０４
（Ｓ）は、最後のCCWにある指令連鎖フラグをオ
フにセツトされる。それはチヤネル・プログラム
を終了させるためである。

DASDからPSへの転送の間、セツト中の各ペ
ージ（又はセツト中のサブセツト）がMS中の異
つたページ・フレームに保持され、かつセツト中
の全ページがPSに保持されるようにするため、
第１８図の各ルーチンのMSアドレスを異つたも
のにすることが効率的である。それによつて、
DASDからPSへのページ・セツトの転送が完了
すると、直ちにページはMSでの処理のために即
時に利用可能となる。

実施例において、SCからPSへの直接的なアド
レス・バスは省略される。それはハードウエア及
びそのコストを除くためであるが、SCとMSとの
間に現存するバスを使用し、MSがMS／PSデー
タ・バス上にPSアドレスを与えるようにするこ
とによつて、効率の顕著な損失を生じないように
構成されている。SC／PSアドレス・バスを設け
ることも可能であるが、実施例では、その場合に
必要となるSCピン接続が不用となる。SC／PSア
ドレス・バスはシステム効率の顕著な改善もたら
さない。何故ならば、SCからPSへのページ・ア
ドレスの伝達は、ページ中の最初のPSラインへ
のアクセスを開始させるため、ページ転送当り１
回だけなされればよいからである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を組込んだ単一プロセツサのブ
ロツク図、第２図は本発明を組込んだ多重プロセ
ツサのブロツク図、第３図は本発明を組込むため
に変更されたチヤネル・プロセツサ内のバス接続
及びレジスタを表わす図、第４図は本発明を組込
むために変更されたチヤネル・プロセツサ内の新
規な回路動作を表わす図、第５図は中央プロセツ
サ内の新規な回路動作を表わす図、第６図は本発
明の動作を制御するシステム・コントローラ内の
新規な回路を表わす図、第７図は本発明によつて
使用されるページ記憶コントローラの制御部を示
す図、第８図はページ記憶装置と主記憶装置との
間でページ転送を行う独立バスを設定するためシ
ステム・コントローラ中の主記憶バスへ接続され
たページ記憶コントローラのデータ・バス部を示
す図、第９図はページ記憶アレイ（PSA）を表
わす図、第１０図は異つたページ転送サービスを
必要とする２つの通路のいずれがシステム制御プ
ログラムで使用されているかによつて、同期的ペ
ージ制御又は非同期的ページ制御を選択する方法
を示す図、第１１図はIBMシステム／370MVS
プログラミングで実行される非同期的ページ制御
を示す図、第１２図はオペレーテイング・システ
ムにより１つの群として転送されるページの数に
よつて、同期的ページ制御又は非同期的ページ制
御を選択する方法を示す図、第１３図及び第１４
図は主記憶装置とページ記憶装置との間で独立デ
ータ・バスを介してページイン転送又はページア
ウト転送を生じさせるCP命令を示す図、第１５
図、第１６図及び第１７図は主記憶装置とページ
記憶装置との間で独立データ・バスを介して行わ
れるページイン転送又はページアウト転送をチヤ
ネル・プロセツサによつて非同期的に制御するチ
ヤネル制御ワードを示す図、第１８図はチヤネル
から主記憶装置へ、次いでページ記憶装置へとペ
ージが転送される場合を制御する三媒体チヤネル
制御プログラムのブロツク図、第１９図はページ
記憶装置から主記憶装置へ、次いでＩ／Ｏ装置へ
とページが転送される場合を制御する三媒体チヤ
ネル制御プログラムのブロツク図である。１１……システム・コントローラ、１２……ペ
ージ記憶コントローラ、１３……主記憶コントロ
ーラ、１４……中央プロセツサ、１６……チヤネ
ル・プロセツサ、１７……ページ記憶アレイ、１
８……主記憶アレイ、１９Ａ〜１９Ｎ……Ｉ／Ｏ
装置、２１……MS制御バス、２２……PS制御バ
ス、２３〜２４……制御バス、２６……MS／PS
データ・バス、２７……MS／PS制御線。

Claims

【特許請求の範囲】１中央プロセツサと、主記憶装置と、チヤネ
ル・プロセツサと、該チヤネル・プロセツサへ接
続された入出力装置と、前記主記憶装置を前記中
央プロセツサ及び前記チヤネル・プロセツサへそ
れぞれ接続するデータ・バス及び制御バスを与え
る記憶制御手段とを備え、前記中央プロセツサが
チヤネル・プログラムを起動するための入出力命
令を実行するとき、前記チヤネル・プロセツサは
前記チヤネル・プログラム中の各チヤネル指令ワ
ードを前記主記憶装置から取出し、これを順次に
実行して前記入出力装置と前記主記憶装置との間
のデータ転送を制御するようにしたデータ処理シ
ステムであつて：ランダム・アクセス型のページ記憶装置と：前記ページ記憶装置を前記記憶制御手段へ接続
する制御バス手段と；各ページ・データをサブ・ページ単位で転送し
うるように、前記ページ記憶装置を前記主記憶装
置へ接続する独立のデータ・バス手段とを備
え、；さらに前記ページ記憶装置と前記主記憶装置と
の間のページ転送を制御するように前記チヤネ
ル・プログラム中に追加されたチヤネル指令ワー
ドの実行を可能とするため、前記チヤネル・プロ
セツサに関連して、前記チヤネル・プログラムが起動されるとき、
前記ページ記憶装置が前記チヤネル・プロセツサ
によつて制御可能な媒体として指定されているか
否かを指示する権限ビツトを保持する第１レジス
タ手段と；前記権限ビツトがオンにセツトされている場
合、前記主記憶装置から取出される前記ページ転
送制御用のチヤネル指令ワードの内容のうちペー
ジ記憶装置アドレス、動作コード及び主記憶装置
アドレスをそれぞれ保持する第２レジスタ手段
と；前記第２レジスタ手段に保持された動作コード
を解読して前記ページ記憶装置と前記主記憶装置
との間のページ転送を開始させるため、その解読
結果とともに前記ページ記憶装置アドレス及び前
記主記憶装置アドレスを前記記憶制御手段を介し
て前記ページ記憶装置及び前記主記憶装置へそれ
ぞれ転送する指令解読・実行手段と；前記ページ記憶装置及び前記主記憶装置でアク
セスすべき次のサブ・データに応じて前記ページ
記憶装置アドレス及び前記主記憶装置アドレスを
サブ・ページ・アドレス単位でそれぞれ更新する
アドレス更新手段とを備えて成るデータ処理シス
テム。