JPH03288934A - 仮想計算機システムにおけるデータ転送制御方式 - 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】 （概要〕 各仮想計算機上で動作するＯ３の外部記憶装置に対する
アクセス性能を、仮想計算機モニタにより制御できるよ
うにした仮想計算機システムにおけるデータ転送制御方
式に関し。

外部記憶装置に対する大量のデータ転送により。

他の仮想計算機の要求が長時間待たされることがないよ
うにすることを目的とし 各仮想計算機の転送優先度に関する定義情報を記憶する
手段と、オペレーティング・システムからの主記憶装置
と外部記憶装置間のデータ転送要求をキューイングする
手段と、転送優先度に従って、１回の転送データ長を短
く制限する手段と。

短く制限した転送データ長でデータ転送要求を代行する
手段とを備え、オペレーティング・システムからの要求
が満足されなかった場合には、仮想計算機モニタ内で自
動的にまたはオペレーティング・システムからの要求に
より、再度不足分の要求をキューイングし、データを分
割して転送するように構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、各仮想計算機上で動作するオペレーティング
・システム（Ｏ３）の外部記憶装置に対するアクセス性
能を、仮想計算機モニタにより制御できるようにした仮
想計算機システムにおけるデータ転送制御方式に関する
。

コンピュータシステムの大規模化および高速化の要求に
伴い、外部記憶装置によるシステム内／システム間の高
速・大量データ転送が実現されようとしている。仮想計
算機システムにおいても同じ要求があり、各仮想計算＠
　（ＶＭ）ごとに、外部記憶装置を割り当てることによ
り、外部記憶装置による仮想計算機内／仮想計算機間の
データ転送を実現しようとしている。

しかし、データ転送量が多い場合には、データ転送処理
が、ある特定の仮想計算機に偏ってしまい、性能上の問
題が発生するおそれがある。

そのため、仮想計算機モニタにより、各仮想計算機から
の要求を、バランスよく制御できるデータ転送制御方式
が必要となる。

〔従来の技術〕

仮想計算機システムではないネイティブ環境のシステム
においては、外部記憶装置と主記憶装置との間のパス数
は、一般にシステムの数より少なくなることはない。そ
のため、主記憶装置と外部記憶装置間の転送に用いるパ
スが、他システムで使用されていることにより、転送要
求が待たされることはない。

ところが、仮想計算機システムでは、主記憶装置と外部
記憶装置間のパス数が、仮想計算機の数よりも少ないこ
とがあり得るため、ある仮想計算機が大量のデータを外
部記憶装置へ転送すると。

その仮想計算機が主記憶装置と外部記憶装置間のパスを
長時間専有することになり、専有できなかった他の仮想
計算機の転送要求が大幅に遅れ、転送が完了するまで長
時間待たされることが発生する。

（発明が解決しようとする課題〕 したがって、仮想計算機上で動作するＯ３が。

例えばページング処理などのＯ３全体の性能に影響する
箇所で、主記憶装置と外部記憶装置間の転送を行ってい
る場合などは、Ｏ３の性能に大きな影響を与えてしまう
ことになり、結果として仮想計算機ごとの性能に大きな
偏りができてしまう。

本発明は、各仮想計算機上で動作するＯ５の外部記憶装
置に対するデータ転送の性能を、仮想計算機モニタによ
り制御できるようにし、外部記憶装置に対する大量のデ
ータ転送により、他の仮想針ｙｔｍの要求が長時間待た
されることがないようにすることを目的としている。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は本発明の原理説明図である。

第１図において、１０は仮想計算ＩＩ　（ＶＭ）１１は
各仮想計算１ｆｌｌＯ上で動作するオペレーティング・
システム（ＯＳ）、１２は仮想計算機１０を制御するＶ
Ｍモニタ、１３は転送要求キューイング部３１４は転送
優先度記憶部、１５は転送長制限部、１６は転送命令代
行部、１７は転送残り長算出部、１８は外部記憶装置、
１９は主記憶装置、２０はパスを表す。

外部記憶装置１８は９例えば半導体で構成され高速にア
クセスすることができる記憶装置であって、主記憶装置
１９とは別に設けられるものである。外部記憶装置１８
に対するアクセスは、入出力命令によらずに、ＣＰＵの
非同期転送命令によって行うことができるようになって
いる。

パス２０は、外部記憶装置１８と主記憶装置１９間のデ
ータ転送経路であって、それぞれが並行にデータを転送
できるようになっているものである。例えばパス２０が
３本あれば、同時に最大で３つのデータ転送を遂行でき
る。

本発明では、あらかしめ各仮想計算機１０の構成定義情
報をシステムに登録する際に、各仮想計算機ＩＯの転送
優先度を登録できるようになっている。転送優先度記憶
部１４は、その各仮想計算機１０ごとの転送優先度を記
憶する。

仮想計算機１０で動作するオペレーティング・システム
１１が、外部記憶袋Ｗ１８と主記憶装置１９間の非同期
転送命令を発行すると、ＶＭモニタ１２がそれをインタ
セプトし、転送要求キューイング部１３を起動する。

転送要求キューイング部１３は、その非同期転送命令に
関する要求を内部のキューにつなぎ込む処理を行う。

実際のデータ転送処理は、キューから要求を１つずつ取
り出して行う。取り出した要求について。

転送長制限部１５は５転送優先度記憶部１４に記憶され
ている要求元の仮想計算８１１０の転送優先度に従って
、１回の転送データ長を短く制限する。

すなわち、要求された転送データ長が、転送優先度に応
した転送データ長の制限よりも長い場合要求された転送
データ長を分割し、データ転送長の制限以下になるよう
に短くする。

なお５転送優先度記憶部１４には、各仮想計算機ＩＯご
とに制限する転送データ長の数値を直接的に記憶するよ
うにしてもよい。

転送命令代行部１６は、短く制限した転送データ長で、
仮想計算機ｌＯのオペレーティング・システム１１の代
わりに、非同期転送命令を発行する。これにより、主記
憶装置１９と外部記憶装置１８間のデータ転送が開始さ
れる。

このデータ転送が完了したならば、転送残り長算出部１
７により、要求された転送データ長のうち、まだ転送し
ていない転送データ長を計算しオペレーティング・シス
テム１１からの要求が満足されたかどうかを判定する。

オペレーティング・システム１１からの要求が満足され
なかった場合には、ＶＭモニタ１２内で。

再度不足分の転送データ長の転送要求を、転送要求キュ
ーイング部１３が管理するキューに、再キューイングす
る。

または不足分の転送データ長を要求元のオペレーティン
グ・システム１１に通知する。この場合。

オペレーティング・システム１１は１通知された情報に
基づき、非同期転送命令により、転送されなかった分に
ついてのデータ転送を再度要求する。

オペレーティング・システム１１からの要求が満足され
た場合には、オペレーティング・システム１１に対して
、転送の完了を通知する。

〔作用〕

本発明では５主記憶装置１９と外部記憶装置１８間のパ
ス２０を使用する転送要求の転送データ長を、各仮想計
算１１１Ｏに対して定義された転送優先度に見合った転
送データ長で分割し、途中で他の仮想計算機１０の転送
要求を割り込ませることができるように、ＶＭモニタ１
２により、各仮想計算１１１１０のデータ転送処理を制
御する。

これにより、ある１つの仮想計算１１１０が主記憶装置
１９と外部記憶装置１８間のパスを長時間専有すること
が防止される。したがって、仮想計算Ｉ！１０上で動作
するオペレーティング・システムｌｌが、オペレーティ
ング・システム全体の性能に影響する箇所で、主記憶装
置１９と外部記憶装置ｆｆ！１８間のデータ転送を行っ
ているときでも。

仮想計算機１０ごとの転送に関係する性能に大きな偏り
ができることがなくなる。

（実施例］ 第２図は本発明の第一実施例処理構成図、第３図は本発
明の第一実施例処理フロー、第４図は本発明の第二実施
例処理構成図、第５図は本発明の第二実施例処理フロー
、第６図は従来技術と本発明を比較するためのタイムチ
ャートを示す。

ゝ　第２図および第３図に従って１本発明の第一実施例
を説明する。以下の説明における■〜■は。

第２図および第３図に示す■〜■に対応する。

■　仮想計算機ＶＭ−Ａで動作するＯ３が、非同期転送
命令を発行し、主記憶装置１９と外部記憶装置１８間の
データ転送を要求すると、その非同期転送命令をインタ
セプトし、転送要求キューイング部１３により、その要
求をキューイングする。この要求を表す要求データブロ
ック２１には、転送元アドレス、転送先アドレス転送長
等の情報が格納される。

■　キューイングされた要求は、逐次、非同期転送制御
部２３により取り出される。

■　その要求について、パス選択部２２は、主記憶装置
１９と外部記憶装置１８間の空きパスを選択する。すな
わち、外部記憶装置１８のアドレスによって、複数のパ
ス２０が使用可能になっている場合に、各パス２０につ
いて空いているか否かを判定し、空いているパス２０を
割り当てる。

■　次に、転送長制限部１５により、転送優先度記憶部
１４を参照し５各仮想計算機ごとの転送優先度に応した
１回当たりの転送長を算出する。

■　非同期転送命令を、要求元のＯ３の代わりに発行し
、データ転送を開始する。このデータ転送中は、Ｏ３か
らの他の転送要求を、転送要求キューイング部１３によ
って受は付けることが可能である。

■　仮想計算機ＶＭ−ＡのＯ５が要求する転送が完了す
るまでの間１例えば、仮想計算機ＶＭＢで動作するＯ３
から転送要求があれば、転送要求キューイング部１３に
より５その要求をキューイングする。

■　転送完了時にその割込み通知を受ける。

■　転送が完了すると、要求された転送データ長とＶＭ
モニタにより代行した転送データ長を比較し、転送残り
長２を算出する。

■　この転送残り長２がＯかどうかにより、Ｏ３からの
転送要求長が満足したかどうかを判定する。

［相］　判定の結果、Ｏ５から要求されたデータ転送が
すべて終了していれば、要求元のＯ５に転送の完了を通
知する。

■　転送残り長２が０でない場合には、その残りのデー
タ長２の要求を作威し、転送要求キューイング部１３が
管理するキューの最後に、再度キューイングして、Ｏ３
からの要求が満たされるまで、ＶＭモニク内で以上の処
理を繰り返す。

第４図および第５図は１本発明の第二実施例を示してい
る。

前述した第一実施例では、Ｏ３からの要求が１回の転送
で満足されなかった場合に、ＶＭモニタ内で自動的に要
求を再キューイングし、すべての転送が完了してから、
Ｏ３に転送の完了を通知する。

これに対し、この第二実施例では、Ｏ３からの要求が１
回の転送で満足されなかった場合に、ＶＭモニタにより
、ハードウェア仕様またはＯ３とのハンドシェイクを使
用して、Ｏ３からの要求が満足されなかったこと、およ
び転送されなかった残りのデータ情報をＯ５に通知する
。

Ｏ５は、その情報を基に、転送されなかったデータにつ
いて、再度データ転送要求を行う。

最終的にすべてのデータ転送が終わると、Ｏ５に完了が
通知される。

第４図および第５図に示す処理では、■〜■が第２図お
よび第３図に示す■〜■と同様である。

第二実施例の場合５処理■では、転送残り長２の情報を
作威し、転送残り長２がＯか否かによりＯ５に対して完
了通知または不足情報の通知を行う。Ｏ３は、転送の不
足分があるならば、不足分の要求を作威し、転送命令を
再発行する。

外部記憶装置に対するＣＰＵ命令としては１例えば以下
のような命令が用意されている。

（ａ）主記憶から外部記憶への仮想アドレスの指定によ
るデータ転送を指示する命令。

０））外部記憶から主記憶への仮想アドレスの指定によ
るデータ転送を指示する命令。

（Ｃ１主記憶から外部記憶への実アトルスの指定による
データ転送を指示する命令。

（ｄ）　　外部記憶から主記憶への実アドレスの指定に
よるデータ転送を指示する命令。

（ｅ）　　実際に転送された長さを求める命令。

このうち（ａ）〜（ｄ）は、ＣＰＵが要求の完了を待た
ない非同期命令であり、（ｅ）はＣＰＵが要求の完了を
待つ同期命令である。

例えば仮想計算１１ＶＭ−Ａが、主記憶装置と外部記憶
装置間で、各８Ｇバイトの転送要求を連続的に行い、仮
想計算機ＶＭ−Ｂが、各４Ｍハイドの転送要求を連続的
に行うものとする。

この場合、従来技術によるデータ転送のタイムチャート
は、第６図（イ）に示すようになる。タイムチャートに
おける実線部分は、データ転送中を示し２点線部分は、
同一パスを使用するために転送待ちであることを示す。

従来技術の場合、各仮想計算機ＶＭ−Ａ、ＶＭＢからの
転送要求を、そのままＶＭモニタが代行するため、仮想
計算機ＶＭ−Ａの要求による８Ｇバイトのデータ転送が
終了してから、仮想計算機ＶＭ−Ｂの４Ｍバイトのデー
タ転送要求が実行され、これが交互に繰り返される。し
たがって。

特に仮想計算ＩＩＶＭ−Ｂが、データベース処理やベー
ジング処理などの高速性を必要とする処理を行っている
場合などには、転送待ち時間が長く。

性能劣化の影響が大きかった。

これに対し８本発明の場合、仮想計算ＩＩＶＭ−六に対
してあらかしめ定義された転送優先度に応して、８Ｃバ
イトのデータ転送要求を、ＶＭモニタにより２例えば５
１２Ｍバイトの転送要求に分割して、転送命令を代行す
る。

したがって、第６図（ロ）に示すように、各４Ｍバイト
の転送要求に対して、仮想計算機ＶＭＢが待たなけれぽ
ならない転送待ち時間は、５１２Ｍバイトの転送時間で
あり、転送待ち時間が短縮される。

〔発明の効果〕

以上説明したように３本発明によれば、仮想計算機上で
動作するオペレーティング・システムからの主記憶装置
と外部記憶装置間のデータ転送要求をそのまま実行しな
いで、仮想計算機モニタにより、１回当たりのデータ転
送量を仮想計算機ごとに制御して実行する。したがって
、仮想計算機ごとの性能に大きな偏りが生しることがな
く、バランスのよいサービスが可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図 第２図は本発明の第−実施例処理構成図第３図は本発明
の第一実施例処理フロー第４図は本発明の第二実施例処
理構成図。 第５図は本発明の第二実施例処理フロ 第６図は従来技術と本発明を比較するためのタイムチャ
ートを示す。 図中、１０は仮想計算機、１１はオペレーティング・シ
ステム、１２はＶＭモニタ、１３は転送要求キューイン
グ部５１４は転送優先度記憶部１５は転送長制限部、１
６は転送命令代行部、１７は転送残り長算出部、１８は
外部記憶装置、１９は主記憶装置、２０はバスを表す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＣＰＵの非同期転送命令によってアクセス可能な外部記
   憶装置（１８）を備えた仮想計算機システムにおけるデ
   ータ転送制御方式において、 各仮想計算機（１０）の転送優先度に関する定義情報を
   記憶する手段（１４）と、 各仮想計算機上で動作するオペレーティング・システム
   （１１）からの主記憶装置と外部記憶装置間のデータ転
   送要求をキューイングする手段（１３）と、各仮想計算
   機の転送優先度に従って、１回の転送データ長を短く制
   限する手段（１５）と、短く制限した転送データ長でオ
   ペレーティング・システムからのデータ転送要求を代行
   する手段（１６）とを備え、 オペレーティング・システムからの要求が満足されなか
   った場合には、仮想計算機モニタ（１２）内で自動的に
   またはオペレーティング・システムからの要求により、
   再度不足分の要求をキューイングし、データを分割して
   転送するようにしたことを特徴とする仮想計算機システ
   ムにおけるデータ転送制御方式。