JPH033057A - 入出力制御方法および入出力割込み方法 - 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、ＩＯＰを有する計算機システムに係り、特に
Ｄ　Ａ　’ｌ’機構を備えたＩＯＰの制御方式に係る。

〔従来の技術〕

汎用計算機における入出力では、入出力媒体上のファイ
ルのフォーマットをユーザプログラムに意識させ、これ
を最大限に有効利用させるために、物理入出力アクセス
法（ＥＸＣＰマクロ：　ＥｘｅｃｕｔｅＣｈａｎｎｅｌ
　Ｐｒｏｇｒａｍ）が提供されている。このアクセス法
では、入出力においてチャネルに実行させるチャネルプ
ログラムをユーザプログラムが作成し指定することがで
きる。しかし、ユーザプログラムは一般に非特権モード
で動作しかつ領域の実アドレスは認識できないので、ユ
ーザプログラムが作成するチャネルプログラムはチャネ
ルコマンド語（Ｃｈａｎｎｅｌ　Ｃｏｍｍａｎｄ　Ｗｏ
ｒｄ　：　ＣＣＷ）のアドレス部が仮想アドレスである
仮想チャネルプログラムである。一方、ＩＯＰがＤ　Ａ
　’Ｉ’機構を備えていない計算機では、１０ＰはＣＣ
Ｗのアドレス部が実アドレスである実チヤネルプログラ
ムしが実行できない、従って、ユーザプログラムが作成
した仮想チャネルプログラムによる入出力を行なう際は
、まずＩＰ上の入出力スーパバイザが仮想チャネルプロ
グラムを実チヤネルプログラムに変換（これをＣＣＷ変
換と呼ぶ）した後、この実チヤネルプログラムを指定し
て工ＯＰに入出力命令を発行する必要がある。また、Ｉ
ＯＰが入出力実行中に入出力バツファの存在するページ
に常の実フレームが割付けられていることを保証しくそ
の実アドレスを実チヤネルプログラムに指定する）、か
つ仮想／実アドレスの対応関係がくずれないように、Ｃ
ＣＷ変換の際に入出力バツファ領域のページ固定も行な
う必要がある。

特公昭５６−１０６５５号記載のチャネル動的アドレス
変換（Ｃｈａｎｎａｌ　Ｄｙｎａｍｌｃ　Ａｄｄｒｅｓ
ｓ　ｌ’ｒａｎｓｌａｔｉｏｎ：チャネルＤＡＴ）機構
を備えた工ＯＰは、入出力バツファや仮想チャネルプロ
グラムの存在するページに実フレームが割付けられてい
ることを前提に、仮想チャネルプログラムの実行が可能
である。チャネルＤＡＴ方式のＩＯＰは、記憶制御装置
（Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｃｏｎｔｒｏｌｕｎｉｔ　：　Ｓ　
に　Ｕ）内のＬ）　Ａ　Ｔ機構を利用して仮想アドレス
を実アドレスに変換し、これを用いて入出力を実行する
。これにより、ＩＰ上での入出力スーパバイザによるＣ
ＣＷ変換が不要となり、そのオーバヘッドが削減させる
。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来技術記憶のチャネルＤ　Ａ　Ｔ方式の工ＯＰにおい
ても、その実行はＩＯＰがアクセスする全てのページ（
入出力バッファや仮想チャネルプログラムの存在するペ
ージ）に実フレームが割付けられていることが前提であ
る。従ってこの場合も、ＩＯＰがアクセスする全てのペ
ージをユーザプログラムかオペレーティングシステム（
ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍ　：　ＯＳ　）がペー
ジ固定し、実フレームが割付けられていることを保証し
ておかなければならない、このページ固定処理は、ＩＯ
Ｐがアクセスしたページで実フレームが割付けられてい
ないことによる実行の中断を防止することと、ＩＯＨの
実行中に実フレームの割当てが変更されて誤ったページ
に入出力することを防止するためである。

仮想記憶方式において、Ｏ８により空き実フレームの不
足などの理由で、仮想ページに割当てられていて使用中
の実フレーム中のから割当を解除して空き実フレームを
確保する処理をページスチールと呼ぶ、ところで、十分
に大容盆の主記憶を有する計算機システムでは、いった
ん入出力バツファやチャネルプログラムの存在するペー
ジに割付けられていた実フレームが、空き実フレームの
不足から、ＩＯＨの入出力実行までにページスチールさ
れてしまうことは、極めて少ない頻度であると考えられ
る。このようにＩＯＨによる入出力完了までの間当該の
実フレームがページスチールされなければ、上記のペー
ジ固定処理は不要である。従来方式では、すべての入出
力バツファやチャネルプログラムが存在するページを、
入出力発行以前にプログラムによってページ固定してお
かなければならないため、主記憶容景が増加してページ
スチールが減少してもページ固定のオーバヘッドが削減
されないという問題があった０本発明の目的は、このペ
ージ固定処理を不要にするための手段を提供し、そのオ
ーバヘッドを削減させることにある。

ページ固定を行なわずにＩＯＰを実行させると、ＩＯＰ
がアクセスするページの中に実フレームが割付けられて
いないものが存在し、ページフォールトが発生し得る。

このため、ＩＯＰにページフォールト処理を実行させる
方法が考えられるが、この方法には次のような問題点が
ある。

（ＩＰ）ページフォールト処理では、フォールトを起こ
したページに割付けるべき空き実フレームを確保し、こ
れを該ページに割付ける処理の一環としてアドレス変換
テーブルを更新する必要があるが、変換テーブルはＩＰ
上で動作するＯ８の管理下にあり、ＩＯＰは勝手に変更
できない。

（２）ページフォールトで割付けるべき空き実フレーム
がない場合には、ページスチールにより新たに空きフレ
ームを確保しなければならない。

その際スチールの対象になったページが更新済みであっ
た場合はページアウト処理を伴なうが、ｉｏＰがページ
アウトの入出力を発行することはできない。

（３）ＩＯＰによるページフォールト処理では多量のメ
モリ参照を伴ない、処理時間が伸延する。

そのためＤ　Ａ　Ｓ　Ｄ　（Ｄｉｒｅｃｔ　Ａｃｃｅｓ
ｓ　ＳｔｏｒａｇｅＤｅｖｉｃｅ）装置への入出力にお
いて、チャネルのＣＣＷ実行がＤＡＳＤ装置の機械的動
作に間に合わないチャネルオーバランが発生し得る。

以上の理由から、ＩＯＰ実行時にアクセスしたページに
実フレームが割付けられていなかった場合、これを解決
するための手段で、上記の１０Ｐペ一ジフオールト実行
方式よりも１０Ｐの処理量が遥かに少なくて済む方法が
必要である。

また、ページ固定を行なわない場合は、仮にＩＯＰによ
る入出力実行開始時にＩＯＦがアクセスするページに実
フレームが割付けられていても、入出力実行中に該実フ
レームがページスチールされて仮想／実アドレスの対応
関係が変更されると、ＩＯＦは仮想アドレスで指定され
た入出力バツファやチャネルプログラムを正しくアクセ
スできなくなる。従って、同−実フレームに対する１０
Ｐの入出力動作とオペレーティングシステムによるペー
ジスチール処理とを逐次化する、ページ固定に代わる、
何等かの手段が必要である。

〔課題を解決するための手段〕

上記問題点のうち、同−実フレームに対するＯ８による
ページスチール処理とＩＯＰの入出力動作とを逐次化す
る問題は、ＩＰとＩＯＨの両者から取得と解放が可能な
ロックを実フレーム毎に設定することにより解決される
。またＩＯＰがアクセスしたページに実フレームが割付
けられていなかった場合には、ＩＯＰからＩＰに対して
入出力割込みを発生し１割込まれたＩＰが実フレームの
割付けを行なうことにより解決される。

すなわち、Ｏ８がページスチールを行なう際は。

スチール候補の実フレームの該ロックを取得してからで
なければスチールしない、実フレームのロックの取得に
失敗した場合は、この実フレームをスチールせずに別フ
レームをスチールの候補とする。一方、ＩＯＰが入出力
動作を行なう際は、チャネルプログラムや入出力バッフ
ァの存在する各ページに割付けられている実フレームの
ロックを取得した後、入出力を実行する。こうして同−
実フレームに対するＯ８によるページスチール処理と、
ＩＯＰによる入出力動作とを逐次化することができる。

またＩＯＦが入出力実行においてアクセスした仮想ペー
ジに実フレームが割付けられていないことを検出した場
合には、入出力割込みによりＩＰにその旨を通知し、割
込まれたＯ８は実フレームの割付を行なった後に、再び
入出力起動命令を発行し直す、実フレームは割付けられ
ていてもそのロック取得に失敗した場合には、取得でき
るまで待つこととする。こうしてＩＯＰは、仮想アドレ
スで指定された入出力バツファやチャネルプログラムの
存在するページに実フレームが割付けられ、かつその仮
想ページと実フレームの対応関係が入出力実行中に変更
されないことが保証されて、入出力を実行できる。

〔作用〕

上記手段により、ｌ０ＩＪは仮想アドレスで指定された
入出力バッファやチャネルプログラムの存在する各ペー
ジに対してアドレス変換を行ない、実フレームが割付け
られていればそのロックを取得し、実フレームが割付け
ら九でいなければＩＰに実フレームの割付けを依頼する
入出力割込みを発生する。そしてＩＯＰがロックを取得
済の実フレームは、ＩＰによるページスチールの対象外
となるため、プログラムによるページ固定されていなく
ても入出力実行中にページスチールされて割付けが解除
されることはないに うして、ｌＯＰが入出力実行中にアクセスする全ての仮
想ページに実フレームが割付けられ。

かつ該フレームと仮想ページの対応関係も不変であるこ
とが保証される。すなわち、実質的にページ固定された
状態で入出力を実行できる。これにより１入出力発行時
に関係する入出力バツファやチャネルプログラムの存在
するページに予めページ固定処理を行なう必要がなくな
る。

〔実施例〕

本発明によるページ固定不要型の仮想アドレス入出力方
式の特徴は、次のようにまとめられる。

（ＩＰ）プログラムが入出力起ｔ）Ｊ　（Ｓｔａｒｔ　
５ｕｂ−Ｃｈａｎｎｅｌ：５ＳＣＨ）命令を発行する際
、ＣａＷ領域。

入出力バッファ領域など工ＯＰの入出力実行に関係する
仮想ページはページ固定されていなくても良い。

（２）ＳＳＣＨ命令、ＣＣＷなどにセットするアドレス
は仮想アドレスとする。（ページ固定されていないのだ
から、実フレームが割付けられていないこともあり、そ
の場合は実アドレスは無意味という言い方もできる。） （３）ＩＯ）’は仮想アドレスを実アドレスに変換する
機能を持つ、このため、５ＳＣＨ命令のパレメータにＩ
ＯＰがアドレス変換を行なうためのセグメントテーブル
先頭アドレス（Ｓｅｇ＋ｎａｎｔ−Ｔｂｌｅ　Ｏｒｉｇ
ｉｎ　Ａｄｄｒｅｓｓ　：　Ｓ　Ｇ　Ｔ　ＯＲ）　を追
加し、ＩＯＰによるアドレス変換はこれに基づいて行な
う。

（４）実ページが割付けられていなければ、入出力割込
みによりその旨をＯ８に通知し、Ｏ８が実フレームの割
付けを行なった後に、再び５ＳＣＨ命令を発行し直す。

（５）入出力動作中は、関連する仮想ページと実フレー
ムの対応関係が保持されることを保ｇ＋Ｅする。

すなわち、１０Ｐがある仮想ページに割付けられた実フ
レームとデータ転送中であるのに。

Ｏ８が（これと独立に）この仮想ページからページスチ
ールするといったことが生じないことを保証する。この
ためＩＰと１０Ｐの間で各実フレーム毎にｒフレームロ
ックＪを設定する。

１０Ｐは入出力実行はこのフレームロックを取得してか
ら行ない、またＯ８はフレームロックが取られている実
フレームについてはページスチールなどの仮想アドレス
と実アドレスの対応関係を炭更する処理の対象とはしな
い。

第２図に、本発明の対象とする計算機システムをボすｅ
命令プロセッサ（ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅ
ｓｓｏｒ：ＩＰ、２１０）は、主記憶装置（Ｍａｉｎ　
Ｓｒｏｒａｇｅ：ＭＳ、２４０）に格納された命令を逐
次実行し、必要に応じてＭＳ　（２４０）上のデータを
アクセスする１入出力プロセッサ（Ｉｎｐｕｔ　０ｕｔ
ｐｕｔＰｒｏｃｅｓｓｏｒ　：　１０　Ｆ　、２２０　
）はｔｐ（２１０）の入出力命令により起動され、１）
’（２１０）により用意されたチャネルプログラムに従
って入出力装［（ＩＰ１０υａｖｉｃｅ　：　Ｄ　Ｅ　
Ｖ、２５０）とＭＳ（２４０）間のデータ転送を行なう
、記憶制御装置（Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｕ
ｎｉｔ　：　Ｓ　ＣｔＪ、２３０）はキャッシュ−メモ
リの制御やＭＳ　（２４０）へのアクセスの調整などを
行なう。

ＩＰ（２１０）上ではページング仮想記憶方式によるオ
ペレーティングシステム（ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔ
ｅｍ　：　ＯＳ　）が動作する。仮想記憶を実現するた
めにＭＳ　（２４０）は実フレームと呼ばれる一定の記
憶単位に分割され、Ｏ８の制御のもとで。

必要に応じて仮想記憶装置のページに割付けられる。仮
想アドレスを実アドレスに変換するための機構としてｔ
ｐ　（２１０）だけでなくｔｏ）’（２２０）もｌ）　
Ａ　’１’機構（２２１）を有するものとする。ＤＡＴ
機構自身はハードウェア機構であるが、ｌ）　Ａ　Ｔ機
構がアドレス変換で参照するセグメントテーブルやペー
ジテーブルなどのアドレス変換テーブルの管理はＯ８が
行なう、このため、ページフォールトに伴なう実フレー
ムの割付けや、ページスチールにおける実フレームの割
当で解除などのアドレス変換テーブルの変更を伴なう処
理やページ固定処理などはＯ８の機能として実呪され、
１０）’　（２２０）が直接実行することはできない。

第３図に、ｌ）　Ａ　Ｔ＊構（２１１および２２１）に
よるアドレス変換手順をボす、仮想アドレス（３１υ）
は、セグメント番号（Ｓｅｇｍｅｎｔ　Ｎｕｍｂｅｒ：
　ＳＧＮ、３１１）、ページ番号（Ｐａｇｅ　Ｎｕｍｂ
ｅｒ　：ＰＧＮ、３１２）、ページ内オフセット（Ｏｆ
ｆｓｅｔ：　ｏ　ト’　ｓ、３１３）に分割される。セ
グメントテーブル先頭アドレス（Ｓｅｇｍｅｎｔ−Ｔａ
ｂｌｅ　ＯｒｉｇｉｎＡｄｄｒｅｓｓ　：　Ｓ　Ｇ　Ｔ
ＯＲ１３４０）は、セグメントテーブル（Ｓｅｇｍｅｎ
ｔ−’ｌ’ａｂｌｅ　：　Ｓ　（ｊ　Ｔ、　３２０　）
の先頭アドレスを保持している。１）Ａ１機構は、５Ｕ
Ｎ（３１１）でホされる５ＧＴ（３２０）中のセグメン
トテーブルエントリ（Ｓｅｇｍｅｎｔ−’ｒａｂｌｓ　
ｂｆｎｔｒｙ：５ＧＴＥ：、３２１）を参照する。５Ｇ
ＴＥ（３２１）の１ビツト（３２２）が１′のときはＳ
ＵＮ　（３１１）で示されるセグメントが主記憶中に存
在しないことを示し、アドレス変換動作は中止され、５
ＧＴＥ（３２１）の１ビツト（３２２）が０′の場合は
、ページテーブル先頭アドレス（Ｐａｇｅ−Ｔａｂｌｅ
　Ｏｒｉｇｉｎ　Ａｄｄｒｅｓｓ　：　ＰＧＴＯ１３２
３）で示されるページテーブル（Ｐａｇｅ−１’ａｂｌ
ａ：ｌ’ＧＴ、３２０）中の１’ＧＮ（３１２）で示さ
れるページテーブルエントリ（Ｐａｇｅ−Ｔａｂｌｅビ
ｎｔｒｙ：）’ＧＴＥ、３３１）の内容が参照される。

ｐａＴｗ　（ａａ　ｒ）の１ビツト（３３２）が１１′
ならば５（３Ｎ　（３１１）と）’ＯＮ　（３１２）で
刀＼されるページが主記憶中に存在しない（実フレーム
が割付けられていない）ことをボし、アドレス変換動作
は中止され、ＰＧ′ｒＥ　（３３１）　の１ビツト（３
３２）が１０１ならばページ先頭アドレス（Ｐａｇｅ　
Ｏｒｉｇｉｎ　Ａｄｄｒｅｓｓ　：　Ｐ　（Ｕ　０．３
３３　）が仮想アドレス（３１０）に割付けられた実フ
レームの実アドレスを７バす。

第４図（ａ）に、本発明によって仮想／実アドレスの両
方を随時指定ＩＩＩｆ能な拡張されたＣＣＷのフォーマ
ットをボす、ＣＣＷ　（４００）は命令の種別を示すコ
マンドフィールド（４１０）、各種フラグより構成され
るフラグフィールド（４２（，１）。

データ長をポすカウントフィールド（４３０）。

データ領域（ＣＣＨ）ＩＲや入出力バッファなど）や分
岐先アドレスを承すデータアドレスフィールド（４４０
）より構成される。ＣＣＷのうち、データアドレス（４
４０）が仮想アドレスのものを仮想ＣＣＷ、実アドレス
のものを実ＣＣＷと呼ぶ。

第４１！ｍ　（ｂ）に１間接データアドレス指定（ＩＰ
１）Ａ＝　’１’　、４２１）のＣＣＷのフォーマット
を示す。この場合は、アドレスフィールド（４４１）は
間接アドレス＆（ＩＬ）ＡＷ、４　ｂＯ）を示し、１１
）ＡＷ　（４５０）がデータアドレスをボす、この場合
は、ＣＣＷのアドレスフィールド（４４１）と１　ｔ）
ＡＷ　（４５０）の値が共に仮想アドレスのものを仮想
ＣＣＷと呼び、共に実アドレスのものを実ＣＣＷと呼ぶ
。

チャネルプログラムはＣＣＷの列であり、ＩＯ）’（２
２，０）によって実行される。１０Ｐ（２２０）にとっ
て、ＣＣＷはＩＰ（２１０）における命令語に相当し、
チャネルプログラムはＩＰ（２１０）におけるプログラ
ムに相当する。

仮想ＣＣＷで構成されたチャネルプログラムを仮想チャ
ネルプログラム、実ＣＣＷで構成されたチャネルプログ
ラムを実チヤネルプログラムと呼ぶ。

ひとつのチャネルプログラム中に仮想ＣＣＷと実ＣＣＷ
が混在することは許されない。

第、５図に、入出力起動（Ｓｔａｒｔ　５ｕｂ−Ｃｈａ
ｎｎｅｌ　：５ＳＣＨ）命令において必要なパラメータ
を、ＩＰ（２１０）からｒｏｐ　（２２０）に渡すため
の操作要求ブロック（Ｏｐａｒａｔｌｏｎ　Ｈａｑｕａ
ｓｔ　ＢＬｏｃｋ：　ＯＲＢ、５００）を示す、ＯＲＢ
　（５００）は、入出力を識別するための割込みパラメ
ータ（５］０）。

チャネルプログラムの属性フラグ部（５２０）。

チャネルプログラム先頭アドレス（５３０）、セグメン
トテーブル先頭アドレス（５４０）、フレーム割付は要
求ブロック（Ｆｒａｍｅ　Ａ１１ｏｃａｔｉｏｎＲｅｑ
ｕｅｓｔ　ＢＬｏｃｋ　：　Ｆ　Ａ　ＲＢ　）アドレス
（５５０）より構成さ埼國゛、、ＩＯＰ　（２２０）は
Ｉ　Ｐ（２１０）から発行された５ＳＣＨ命令により、
０ＲＢ（５００）に指定されたチャネルプログラムを実
行する。チャネルプログラムが仮想／実チヤネルプログ
ラムの何れであるかは、フラグ部（５２０）のＶビット
（５２１）により指定される。

（ａ　）　　Ｖ　（Ｖｉｒｔｕａｌ）ビット：仮想ＣＣ
Ｖ／データアドレス（５２１） ＯＲＨのチャネルプログラム先頭アドレス（５３０）が
仮想アドレスであり、チャネルプログラムが仮想チャネ
ルプログラム（全てのＣＣＷのデータアドレス、ＩＬ）
ＡＷアドレスが仮想アドレス）であることを示す、この
場合、ＣＣＷおよびデータの存在するページは、ページ
固定されている必要はない。

（ｂ）　　チャネルプログラム先頭アドレス（５３０）
Ｖビット（５２１）が０′ならば実アドレス、Ｖビット
が１′ならば仮想アドレスである。

（ｃ）　　セグメントテーブル先頭アドレス（５４０）
アドレス変換に用いるセグメントテーブルの先頭実アド
レスを示す。本フィールドはＶビット（５２１）が１′
の時のみ有効である。

（ｄ）　　フレーム割付要求ブロックアドレス（５５０
）ＩＯＰ　（２２０）がアドレス変換例外を起こして、
実フレーム割付は要求のための入出力割込みを発生され
た時、ＩＰ（２１０）へのパラメータであるフレーム割
付は要求ブロック（ト’ＲＡＢ、９００）の実アドレス
をセットする。ｌ−’ＲＡＢ　（９００）の詳細は第９
図にて説明する１本フィールドはｖビット（５２１）が
１１′の時のみ有効である。

第６図（ａ）に、サブチャネル状態ｉ／４　（Ｓｕｂ−
ＣｈａｎｎａＩ　５ｔａｔｕｓ　ｗｏｒｄ　：　Ｓ　Ｃ
ｒ　Ｓ　Ｗ、６００）のフォーマットを、第７図に、拡
張状態語（ＥｘｔｅｎｄｅｄＳｔａｔｕｓ　Ｗｏｒｄ　
：　Ｅ　Ｓ　Ｗ、７００）のフォーマットを示す。入出
力完了時にＩＯＰ　（２２０）はＩＰ（２１０）に入出
力割込みを発生させるが、その際入出力の完了状態を５
Ｃ８Ｗ／ＥＳＷに記述し、ＩＰ（２１０）に報告する。

仮想ＣＣＷ指定（ＯＲＢのＶビット＝　’１’　、５２
１）において。

もし１０Ｐ（２２０）がアクセスした仮想ページに実フ
レームが割付けられていないことを検出した場合は、入
出力割込みを発生させてＳ　ＣＳ　Ｗ／ＥＳＷでアドレ
ス変換例外を報告する。

（ａ　）　　Ｖ　（Ｖｉｒｔｕａｌ）ビット（ｓｃｓｗ
の１６ビツト）：仮想ＣＣＷ指定（６１１） ＯＲＢのｖビットが反映される。

（ｂ）　　ＣＣＷアドレス（６３０） 終了ＣＣＷの次のＣＣＷアドレスを示す。

ｓｃｓｗのｖビット（５２１）が０′の時は実アドレス
、　１１′の時は仮想アドレスでホされる。

（ｃ　）　　Ｆ　Ｇ　Ｃ（Ｐｒｏｇｅａｍ　Ｃｈｅｃｋ
）ビット（Ｓ　Ｓ　１３のビット２．６４１） 従来のプログラムチエツクに加えて、仮想ＣＣＷ指定時
に、ＩＯ）’　（２２０）が（ｉ）　　ＣＣＷフェッチ （■）　　ＩＤＡＷフェッチ （ｔＵ）　　出力データフェッチ （ｔｖ）　　人力データ格納 によりアクセスした仮想ページに実フレームが割付けら
れていない場合、アドレス変換例外のプログラムチエツ
クを１）’（２１０）に報告する。この時、ＥＳＷのア
ドレス変換チエツク（Ｌ）　Ａ　ＴＣ１７１１）が同時
に報告される。

（ｄ）　　ＤＡＴＣ（アドレス変換チエツク）ビット（
ＥＳＷのビット７．７１１） プログラムチエツク（ＰＧＣ１６４１）と同時に報告さ
れ、ＣＣＷフェッチ、ＩＤＡＷフェッチ、出力データフ
エッチ、入力データ格納のいずれかにおいてアドレス変
換例外が発生したことを示す。第８図に関連するフラグ
の意味を示す、これにより、アドレス変換例外の原因と
発生箇所を知ることができる。

（，３）　　ステータス制御フィールド（６２０）アド
レス変換例外のプログラムチエツク割込みは、アラート
ステータス（ＡＳ、５Ｃ８Ｗのビット２７，６２１）か
つ中間ステータス（ｉｓ、同ビット２８，６２２）割込
みである。

第９図に、フレーム割付は要求ブロック（ＦｒａｍｅＡ
１１ｏｃａｔｉｏｎ　１（ｅｑｕｅｓｔ　Ｂｌｏｃｋ　
：　　Ｆ　Ａ　ＲＢ、９００）のフォーマットを示す、
ＦＡＲＢ（９００）は。

１ｏｐ（２２０）が仮想アドレス指定のあるＣＣＷ実行
中、実フレームが割付けられておらずアドレス変換例外
を検出したページまたはそのページに割付けられている
実フレームのフレームロックの取得に失敗したページを
Ｏ８に指定するためのパラメータであり、これにより複
数ページへの実フレーム割付けやフレームロックの解放
を一括して要求できる。

（ａ）　　領域アドレスフィールド（９１０）実フレー
ム割付けを要求する領域の仮想アドレスを示す。

（ｂ）　　長さフィールド（９２０） 実フレーム割付けを要求する領域の長さを示す。

（Ｑ）　　Ａ（＾１ｌｏｃａｔａ）　ビット（９３０）
各ビットは、領域アドレスフィールドの示すページから
長さフィールドの示す長さ分のページと、先頭から１ビ
ツトずつ順に対応している。

各ビットは、対応するページに実フレームが割付けられ
ていることを示す、従って本ビットが０′の時、１０）
’　（２２０）はＬ　Ｐ（２１０）に実フレームの割付
けを要求していることを示している。

（ｄ　）　　Ｌ　（Ｌｏｃｋ）ビット（９３１）各ビッ
トは、領域アドレスフィールドの示すページから長さフ
ィールドの示す長さ分のページと、先頭から１ビツトず
つ順に対応している。

各ビットは、対応するページに割付けられた実フレーム
のフレームロックの取得に成功したことを示す０本ビッ
トは、Ａビット＝１１′（９３０）の時のみ有効である
。従ってＡビット二′１″　かつＬビット＝゛０″の時
、１０Ｐ（２２０）はＩ）Ｊ（２１０）にフレームロッ
クの解放を要求していることを示している。

仮想ＣＣＷ指定の５ＳＣＨ命令発行時には、発行元は予
め所要数のＡビット（９３０）とＬビット（９３１）を
持ったＦＡＲＢ　（９００）を確保し、そのＨＲＢ（９
ｏＯ）には実フレームの割付けを保証し、ゼロクリアし
、かっト’　Ａ　ＲＢ実アドレスをＯＲＢのＦＡＲ）３
アドレスフイールド（５５０）にセットしておく、１０
）’　＜２２０）がアドレス変換例外の入出力割込みを
発生させるのは、次の２つの場合である。

（ＩＰ）ｃｃｗフェッチ時またはＣＣＷ実行時に、実フ
レームが割付けられていなかった場合。（対応するＡビ
ット（９３０）を０′にする。

）（２）ＣＣＷＣエフエッチ時はＣＣＷ実行時に。

（実フレームが割付けられていたが）フレームロックの
取得に失敗した場合、（対応するＡビット（９３０）を
’１’　、Ｌビット（９３１）を０″にする。） これらの場合、更に領域アドレスフィールド（９１０）
と長さフィールド（９２０）をセットして、Ｌ）’　（
２１０）にアドレス変換例外の入出力割込みを発生させ
る。

割込まれたＯＳは、Ａビット＝　’Ｏ’　（９３０）の
対応するページに実フレームを割付け、またＡビット＝
　’ｌ’　　（９３０）　、Ｌビット＝１０′（９３１
）のページに割付けられた実フレームのフレームロック
を解放した後１割込みを起こしたＣＣＷを指定して再度
５ＳＣＨ命令を発行する。

この割込みを起こしたＣＣＷアドレスは、アドレス変換
例外入出力割込みの５Ｃ８Ｗ　（６００）から求められ
る。ひとつのＣＣＷに対する再度の５ＳＣＨ命令発行の
場合は、ト’ＡＲＢ（９００）のゼロクリアを行なわな
い。

ＣＣＷやデータの存在するページをページ固定せず、仮
想アドレスによって入出力を行なった場合、ＩＯＰ　（
２２０）がある仮想ページに割付けられた実フレームと
データ転送中であるのに。

Ｏ８が（これと独立に）この実フレームをページスチー
ルするといったことが起こり得る。これを防ぐために、
各実フレーム毎にＩＰ（２１０）と１０Ｐ　（２２０）
の処理を逐次化するｒフレームロック」を設定する。Ｉ
ＯＰ　（２２０）は入出力実行をこのフレームロックを
取得してから行ない。

またＯ８はフレームロックが取られている実フレームに
ついてはページスチールなどの仮想アドレスと実アドレ
スの対応関係を変更する処理の対象とはしないこととす
る。

第１０図に、Ｏ８による実フレーム割付は時のフレーム
ロックの使用手順を示す、Ｏ８がページフォールトによ
り新たに空き実フレームを確保する際には、まず空き実
フレームがプールされている空き実フレームチエインを
検索する（ＩＰ００１）。

もし空き実フレームが無ければ（ＩＰ００２）、所定の
ページリプレースメントアルゴリズムにより、ページに
割付けられて使用中の実フレームの中からページスチー
ル候補を選択しく１００３）、そのフレームロックの取
得を試みる（ＩＰ００４）、フレームロックの取得に失
敗した場合は（ＩＰ００１）、別の実フレームをページ
スチール候補として選択する。フレームロックの取得に
成功した場合は（ＩＰ００５）　、該ページの無効化（
Ｐ　Ｇ　’ｒＥ中の１ビット：　’１’　　　１００６
）　、対応するｌ’　Ｌ　ｔ３エントリの無効化（ＩＰ
００７）を行なって該実フレームの割付けを解除した後
、フレームロックを解放する（ＩＰ００８）、更に該ペ
ージが更新されていれば（ＩＰ００９）、ページアウト
の入出力を実行する（ＩＰ０１０）、こうして空き実フ
レームを確保した後、新たに割付けるページにページイ
ンが必要であれば（ｆｏｉｌ）、ページイン処理を行な
い（ＩＰ０１２）、ページテーブルを更新することで実
フレームの割付は行なって（ＩＰ０１３）、ページフォ
ールトを解決する。

この手順中、最後に実フレームを割付けるためのページ
テーブルの更新時（ＩＰ０１３）にフレームロックを取
得しないのは、空き実フレームには入出力が発行されて
いないことを、Ｏ８が保証しているためである。

また、ページの無効化（ＩＰ００６）とｌ”　Ｌ　Ｈエ
ントリの無効化（ＩＰ００７）の処理は、従来からひと
つの命令語（Ｌ　Ｐ　’ｒＥ命令：　１ｎｖａｌｉｄａ
ｔｅ　ＰａｇｅＴａｂｌｅ　Ｅ！ｎｔｒｙ）で実行され
ている。そこでこのＩ　Ｉ’　ｉ’　ｔ＜命令にフレー
ムロックの取得処理も含めることにより、上記の手順を
高速化することができる。

第１１図（ａ）に、Ｉ　Ｐ　Ｔ　Ｅ命令にフレームロッ
クの取得処理を含めたＩＰＴ）４ＵＦ（Ｉｎｖａｌｉｄ
ａｔｅ　ＰａｇｅＴａｂｌｅ　Ｅｎｔｒｙ　ｆｏｒ　Ｌ
ｌｎｌｏｃｋａｄ　Ｆｌａｍｅ）命令の動作の概要を示
す、　ＩＰＴＩ（υト°命令では、まず指定された仮想
ページアドレスにアドレス変換を行ない（ＩＰ１０１）
、該ページに実フレームが割付けられているかを判定す
る（ＩＰ１０２）、実フレームが割付けられていなけれ
ば、命令は実行せずに、結果の条件コードを０′にセッ
トして命令を終了する（ＩＰ１１０）。

実フレームが割付けられていれば、そのフレームロック
を取得を試み（ＩＰ１０３）、フレームロックの取得に
失敗した場合は、結果の条件コードを１１′にセットし
て命令を終了する（ＩＰ１１１）。

フレームロックの取得に成功した場合、先のアドレス変
換を行なってからフレームロックを取得するまでの間に
ページテーブルが書き替えられているｉＪ能性があるの
で、再度アドレス変換を行ない（ＩＰ１０５）、それに
よって得られる実フレームが前回のものと一致した場合
に（ＩＰ１０６）、フレームロックが取得されたものと
する。もし一致しなければ、フレームロックを解放しく
１１１２）、一致す（までこれを繰り返す、こうしてフ
レームロック取得後、該ページテーブルエントリと対応
する’１’　Ｌ　Ｈエントリの無効化を行ない（ＩＰ１
０７゜１１０８）、フレームロックを解放した後（ＩＰ
１０９）。

結果の条件コードを０′にセットして命令を終了する（
ＩＰ１１０）。

第１１図（ｂ）に、このｉ　Ｐ　Ｔｔ！叶゛命令を用い
たＩＰ　（２１０）による実フレーム割付は手順を示す
、　ＩＰＴＥＵＦ命令を用いてページスチールを行なう
ためには、第１０図の手順中、ページスチール候補の実
フレームを選択した後（ＩＰ１２３）、これにＩＰＴＩ
４υド命令を発行して（ＩＰ１２４）、命令が実行され
たかどうかを条件コードにて判定すれば良い（ＩＰ１２
５）、フレームロックの取得／解放などは命令の一部と
してハードウェアによって実行される。

第１２図に、ＩＯＦ　（２２０）による仮想アドレス入
出力動作において、ＣＣＷＣエフエッチ時レームロック
の使用手順を示す、まず、ＣＣＷの仮想アドレスをアド
レス変換しく１２０２）、該ＣＣ＜Ｏ存在するページに
実フレームが割付られているかを判定する（ＩＰ２０３
）、実フレームが割付けられていなければ、）ｉ’ＡＲ
Ｂ　（９００）の先頭のＡビット（９３０）に１０′を
セットしく１２１２）、アドレス変換例外の人出刃側込
みの処理に入る（ＩＰ２１３．１２１４）、実フレーム
が割付けられていれば（ＩＰ２０３）、そのフレームロ
ックの取得を試み（ＩＰ２０４）　、フレームロックの
取得に失敗した場合は（ＩＰ２０５）　ＦＡＨ１３（９
００）の先頭のＡビット（９３０）を１１′に、先頭の
Ｌビット（９３１）を１０′にセットして、アドレス変
換例外の人出刃側込みの処理に入る（ＩＰ２１３．１２
１４）。フレームロックの取得に成功した場合（ＩＰ２
０５）、第１１図（ａ）と同様に、先のアドレス変換（
ＩＰ２０２）を行なってからフレームロックの取得する
までの間にページテーブルが書き替えられている可能性
があるので、再度アドレス変換を行ない（ＩＰ２０６）
、それによって得られる実フレームが前回のものと一致
した場合に（ＩＰ２０７）、フレームロックが取得され
たものとする。もし一致しなければ前回の実フレームに
ついて取得したフレームロックを解放しく１２２１）、
一致するまでこれを繰り返す。

また実フレームが割付けられていない場合（先頭のＡビ
ット＝　’ｏ’　）、またはフレームロックの取得に失
敗した場合（先頭のＡビット＝′１′Ｌビット＝　’Ｏ
’　）は、ｆｉ’ＡＲＢ　（９００）　の領域アドレス
フィールド（９１０）に該ページの仮想アドレスを、長
さフィールド（９２０）に１ページ長をセットして、Ｉ
Ｐ（２１０）にアドレス変換例外の入出力割込みを起こ
す。

第１図に、ＩＯＰ　（２２０）による仮想アドレス入出
力動作において、ｃｃｗのデータアドレスによって示さ
れる領域へのアクセス時のフレームロックの使用手順を
、データ転送系のｃｃｗを例にして示す、この場合のＣ
Ｃｗのデータアドレスは入出力バッファを示しているの
で、一般に１ページより大きく、従って複数ページのフ
レームロックを一括して取得しなければならない点が第
１２図、へ−合と異なる。

第１２図の手順によりＣＣＷをフェッチした後（ＩＰ０
１）、そのデータアドレスによって示されるページから
順に（ＩＰ０２）、対応するＡビット（９３０）が′０
′またはＡビット（９３０）が’１’　、Ｌビット（９
３１）が’ｏ’　のもノニツいてアドレス変換を施しく
１０４）、該ページに実フレームが割付けられているか
を判定する（ＩＰ０５）、実フレームが割付けられてい
なければ、Ａビット（９３０）に′０′をセットする（
ＩＰ２１）、実フレームが割付けられていれば（ＩＰ０
５）Ａビットを′１′にしく１０６）、更にそのフレー
ムロックの取得を試み（ＩＰ０７）、ロックの取得に失
敗した場合はＬビットを′０′に（ＩＰ２２）、成功し
た場合は′１′にセットする（ＩＰ０９）、この場合も
再度のアドレス変換を行なって（ＩＰ１０）、２回のア
ドレス変換の結果が一致した場合のみ（ＩＰ１１）フレ
ームロックが取得されたものとする。こうして、ＣＣＷ
のカウントフィールドが示す長さ分のページまで（ＩＰ
１２）、実フレーム割付けの確認とフレームロックの取
得を繰返す、もし少なくともひとつのページで実フレー
ムが割付けられていない（Ａビット＝　’０’　）か、
実フレームのフレームロック取得に失敗した（Ａビット
＝　’１’　、Ｌビット＝　’ｏ″）場合は（ＩＰ１３
）　、ＦＡＲＢ　（９００）の領域アドレスフィールド
”（９１０）にｃｃｗのデータアドレスの値を（４４０
，４５０）　、長さフィールド（９２０）にＣＣＷのカ
ウントフィールドの値（４３０）を−１＝ツトして、Ｉ
Ｐ　（２１０）　に７ドレス変換例外の入出力割込みを
発生させる。またこの全ページについて実フレームが割
付けられていてフレームロックの取得に成功した（Ａビ
ット＝″１′、Ｌビット＝　’１’　）場合は（ＩＰ１
３）、データ転送（ＣＣＶの実行、１１４）を開始する
。

第１３図に、フレームロック取得競合時の順序と動作に
ついて示す。

ある１）’（２１０）がフレームロック取得中に他のＩ
Ｐが同−実フレームのフレームロック取得要求を行なっ
た場合は、後からの取得要求は失敗とする。これを失敗
としない方法には、■　複数のが同時にフレームロック
取得μＪ能とする。

■　後からの取得要求を待たせる。

の、２つが考えられる。ＩＰによるフレームロックの取
得は、ページスチールの際のページテーブルエントリ書
き替え時に発生するが、■の方法によった場合、複数の
ＩＰが同一のページテーブルエントリを書き替えるため
競合が起き矛盾が発生し得るし、また■の方法にのよう
にひとつの実フレームのロック取得を待つより、直ちに
ＩＰに制御を戻して別の実フレームをページスチール候
補とする方が、より高速と考えられるためである。

あるＩＯＰ　（２２０）がフレームロック取得中にＩＰ
が取得要求を行なった場合は、上記と同様に、後のＩＰ
からの取得要求を失敗とする。

あるＩＰがフレームロック取得中にＬＯＰが取得要求を
行なった場合は、後の１０）Ｊがらの取得要求はロック
取得失敗とする。この場合、ｉｏ）’はＩＰにフレーム
ロック解放要求の人出刃側込みを衝止ずる。

ある１０）Ｊがフレームロック取得中に更に１０１Ｊが
取得要求を行なった場合は、後からの取得要求も取得成
功とする。このようにｉｏＰから同時に複数の取得要求
が発行されるのは、同一の実フレーム上で同時に複数の
入出力が実行される場合に起こり得る。これはひとつの
ページの上に複数の異なる用途の領域が確保され、これ
らを異なるタスクまたは空間から独立に異なる入出力パ
ス（チャネル）を使って入出力要求が発行された場合に
発生する。もし同−実フレームのフレームロックをＩＰ
、ＩＯＰを通じて同時には１回のみ取得可能ならば、フ
レームロックはロック取得中か否かを表現する１ビツト
の情報で十分であるが、上記のように同一のフレームロ
ックをＩＯＰから同時に複数回取得可能とするためには
、１ビツトでは不足であり、複数回ロック取得されてい
ることや。

それらが全て解放されたことなどを識別できなければな
らない。

第１４図（ａ）に、フレームロックの第１の実施例であ
るＩＯＰロックカウンタ方式において保持するデータの
概要を示す、これらは、ハードウェア専用のメモリ領域
であるハードウェアシステム領域（Ｈａｒｄｗａｒｅ　
Ｓｙｓｔｅｍ　Ａｒｅａ　：　ＨＳ　Ａ　、　１４１０
）上に保持される。

（ａ）　　ＩＰロックビット（ＩＰ４１１）各実フレー
ム対応に、ＩＰが該実フレームのフレームロック取得中
であるこ・とをボす。

（ｂ）　　１ｏｉＪロツクカウンタ（ＩＰ４１２）各実
フレー１１対応に、＋　ｏ　ｐ　ｈＳ該実フレームのフ
レームロックを同時取得している取得数を示す。カウン
タ値が０の時、ＬＯＰはロックを取得していない。

第１４図（ｂ）〜（ａ）に、ＩＰならび１０Ｐからのフ
レームロック取得手順を示す。

ＩＰからのフレームロック取得要求時（ＩＰ４２０）に
は、対応するＩＰロックビットを調べて他ＩＰがロック
取得中ではなく　（ＩＰ４２１）、かつ１０　Ｐロック
カウンタを調べて［０）Ｊがロック取得中でない時（Ｉ
Ｐ４２２）のみ、ＩＰロックピットを１本′にしてロッ
ク取得成功とする（ＩＰ４２３）。

ＩＰからのフレームロック解放要求時（ＩＰ４３０）に
は、対応するＩＰロックビットを′０′にしてロックを
解放する（ＩＰ４３１）。

ＮＯＰからのフレームロック取得要求時（ＩＰ４４０）
には、対応するＩＦロックビットを調べて（ＩＰ４４１
）ＩＰがロック取得中ならば、ロック取得失敗とする。

ＩＰがロック取得中でない時、１０Ｐロツタカウンタを
＋１としてロックを取得する（ＩＰ４４２）。

１０Ｐからのフレームロック解放要求時（ＩＰ４５０）
には、対応するＩＯＰロックカウンタ値が正の時（ＩＰ
４５１）これを−１して、ロックを解放する（ＩＰ４５
２）。

本方式に必要なＨ８Ａメモリ所要量を試算する。

次の記号を用いる。

Ｓ：ＩＰロックビット・メモリ量 Ｔ：ＩＯＰロックカウンタ・メモリ量 ド：実フレーム数 Ｃ：入出力パスの本数 Ｍ：ｌページが異なる用途に用いられる場合の、最大用
途数 Ｌ：ひとつの用途に割当てられる領域の最小単位サイズ Ｐ：１ページサイズ Ｂ：１実フレーム当りのカウンタの所要ビット数 まず、ＩＰロックビットは１実フレーム毎に１ビツトで
あるから、 Ｓ＝↑ド／８↑　（バイト） （但し、↑・・・↑は切り上げを表す、）ひとつの実フ
レームにＬＯＰから同時に発行され得るロック取得要求
数は、 ■　入出力バスの本数 ■　１ページが異なる用途に用いられる場合の、最大用
途数 の何れをも越えない、■については、Ｍ≦Ｐ／Ｌである
から、ＩＯＰロックカウンタはＭｉｎ（Ｃ１）’／Ｌ）
まで表せれば良い、故に、 Ｂ＝↑Ｌｏｇｚ（Ｍｉｎ（Ｃ、Ｐ　／　Ｌ　）＋　１　
）↑（ビット）’１’　＝　ト’　Ｘ　ｆ　Ｂ　／　８
↑　（バイト）である０例えば。

Ｃ＝２５６（本） Ｌ＝８　（バイト） Ｐ＝４０９６　　（バイト） Ｆ＝５１２（Ｋフレーム） とすると５ Ｓ＝↑５１２／８↑＝６４　　（Ｋバイト）Ｂ＝↑Ｌｏ
ｇｓ（Ｍｉｎ（２５６、５１２）＋　１　）↑＝９　（
ビット） Ｔ＝５１２Ｘ↑９／８↑＝１０２４　　（Ｋバイト）と
なり、所要Ｈ８Ａメモリの総量は、 Ｓ＋”ｆ’＝１０９６　　（Ｋバイト）第１５図（ａ）
に、フレームロックの第２の実施例であるＩＯＰロック
ビット＆カウンタ方式において保持するデータの概要を
示す、これらは、ハードウェア専用のメモリ領域である
ハードウェアシステム領域（Ｈａｒｄｗａｒｅ　Ｓｙｓ
ｔｅｍ　Ａｒａａ　：　ＨＳ　Ａ　。

１５１０）上に保持される。

（ａ）　　ＩＰロックピット（ＩＰ５１１）各実フレー
ム対応に、ＩＰが該実フレームのフレームロック取得中
であることを示す。

（ｂ）　　ＩＯＰロックピット（ＩＰ５１２）各実フレ
ーム対応に、ＩＯＰが該実フレームのフレームロック取
得中であることを示す。

（Ｑ）　　ロック複数回取得ビット（ＩＰ５１３）各実
フレーム対応に、ｌＯＰから該実フレームのフレームロ
ックが複数回（２回以上）取得されていることを示す。

（ｄ）　　ｉｏ！’ロックカウンタ（ＩＰ５１４）ロッ
クがＩＯＰから複数回取得されている実フレームについ
て、実フレームアドレスと１０Ｐが該実フレームのフレ
ームロックを同時取得している取得数−１を表す０本カ
ウンタは実フレーム対応に常に設定されているのではな
く、複数回取得されている実フレームについて複数回取
得されている間だけ設定される０本カウンタ用の領域は
、必要数（チャネル数の１／２）分がＨ８Ａ上に予め確
保されているものとする。

第１５図（ｂ）　〜（８）に、ＩＦならびにＩＯＰから
のフレームロック取得手順を示す。

ＩＰからのフレームロック取得要求時（ＩＰ５２０）に
は、対応するＩＰロックピットを調べて他ＩＰがロック
取得中ではなく　（ＩＰ５２１）、がっＩＯＰロックビ
ットを調べてＩＯＰがロック取得中でない時（ＩＰ５２
２）のみ、ＩＰロックピットを１１′にしてロック取得
成功とする（ＩＰ５２３）。

ＩＰからのフレームロック解放要求時（ＩＰ５３０）に
は、対応するＩＰロックピットをｌ　□　ｌ　にしてロ
ックを解放する（ＩＰ５３１）。

ｌＯＰからのフレームロック取得要求時（ＩＰ５４０）
には、対応するＩＰロックピットを調べて（ＩＰ５４１
）ＩＰがロック取得中ならばロック取得失敗とする。

ＩＰがロック取得中でない時、ＩＯＰロックビットが１
０１ならば（ＩＰ５４２）、これを１１′にしてロック
を取得する（ＩＰ５４３）、ＩＯＰロックピットが既に
′１′でかつロック複数回取得ビットが′０１ならび（
ＩＰ５４４）　、ｌ０ＰＣ！ツタカウンタ領域に該実フ
レームのＩＯＰロックカウンタエントリを作成して（Ｉ
Ｐ５４５）、カウンタ値をＯに（ＩＰ５４６）、ロック
複数回取得ビットを’ｌ’　にする（ＩＰ５４７）、Ｉ
ＯＰロックビットカ既に１′でかつロック複数回取得ビ
ットが１′ならば（ＩＰ５４４）、該実フレームのＩ　
ＯＰロックカウンタエントリ作成済みなので、各エント
リをサーチして（ＩＰ５４８）これを見つけてカウンタ
値を＋１する（ＩＰ５４９）。

１０Ｐからのフレームロック解放要求時（ＩＰ５５０）
には、対応するロック複数回取得ビットが１０′ならば
（ＩＰ５５１）　、ＩＯＰロックビットを１０′にして
ロックを解放する（ＩＰ５５２）、ロック複数回取得ビ
ットが１′ならば、該実フレームのｉ０Ｐロックカウン
タエントリを探しく１５５３）。

カウンタ値が正ならば（ＩＰ５５４）　−１する（ＩＰ
５５７）、カウンタ値が０ならば（ＩＰ５５４）、この
ｉＯＰロックカウンタエントリを削除しく１５５５）、
ロック複数回取得ビットを０′にする（ＩＰ５５６）。

本方式に必要なＨ８Ａメモリ所要量を試算する。

前項のＩＯＰロックカウンタ方式と同様に。

Ｓｔ：ＩＰロックビット・メモリ社 Ｓｚ：ＩＯＰロックビット・メモリ量 Ｓ８　：ロック複数回取得ビット・メモリ麓’ｌ’ｅＩ
ＯＰロックカウンタ・メモリ斌ＩＰロックビット、ＩＯ
Ｐロックビット、ロック複数回取得ビットは１実フレー
ム毎に１ビツトであるから、 ５１＝８２＝３１＝↑Ｆ／８↑　（バイト）また、ひと
つの実フレームにＩＯＰから同時に発行され得るロック
取得要求数は、前項と同様にＭｉｎ　（Ｃ，Ｐ／Ｌ）で
あり、ＩＯＰロックカウンタはこの値−１であるから、 Ｂ＝↑Ｌｏｇｓ（Ｍｉｎ（Ｃ，Ｐ／Ｌ））↑（ビット）
そして、同時に必要となるＩＯＰロックカウンタエント
リ数は「入出力バス数／２」を超えないから、 ｌ゛＝↑Ｃ／２↑Ｘ　ｔ　Ｂ／８↑　（バイト）である
、そこで、前項と同じ値を代入してみると、Ｓ工＝Ｓｘ
＝Ｓｓ＝↑５１２／８↑ ＝６４　　（Ｋバイト） Ｂ　＝↑Ｌｏｇｚ（Ｍｉｎ（２５６、５１２））↑＝８
（ビット） １゛＝↑２５６／２　↑Ｘ↑８／８↑ ＝１２８　　（バイト） となり、所要Ｈ８Ａメモリの総量は、 Ｓｓ＋Ｓｚ＋Ｓｓ＋Ｔ弁１９２　（Ｋバイト）であり、
前項のＩＯＰロックカウンタ方式に比べて、ＨＡＳメモ
リ所要量が遥かに少ない。

〔発明の効果〕

一般に、プログラムは入出力発行直前に仮想ＣＣＷを作
成し、また出力時には入出力バツファ領域へのデータ格
納を行なっており、十分な主記憶を有する計算機システ
ムでは、入出力実行時に１０Ｐがアクセスするこれらの
全てのページに実フレームが割付けられている可能性は
高い、また人力時においても同じ入出力バツファが何度
も使用されることが多く、２回目以降からはこの入出力
バツファには実フレームが割付けられている可能性が高
い、このように、入出力おいて関係するページの多くは
ページ固定する必要がないと考えられる。しかし従来方
式では、たとえ十分な主記憶を有しページフォールトが
ほとんど発生しない計算機システムにおいても、入出力
中に１０Ｐがアクセスするページに常に実フレームが割
付けられていることが確実に保証されていなければなら
ず、入出力要求発行以前に予めこれらのページを全てペ
ージ固定しておく必要があった１本発明により、このペ
ージ固定のためのオーバヘッドを削減することができ１
入出力を高速化できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、仮想アドレス入出力におけるｌ　ＯＰによる
フレームロックの使用手順、第２図は本発明の対象とす
る計算機システムの概要、第３図は、Ｄ　Ａ　’１’機
構によるアドレス変換手順、第４図は、仮想／実アドレ
スの両方を指定可能な拡張されたＣＣＷのフォーマット
、第５図は、操作要求ブロック（ＯＲＢ）のフォーマッ
ト、第６図は、サブチャネル状態語（ＳＣ８Ｗ）のフォ
ーマット、第７図は、拡張状態語（ＥＳＷ）のフォーマ
ット、第８図は、ＩＯＰからのアドレス変換例外の人出
刃側込みにおける関連するフラグの意味、第９図は、フ
レーム割付は要求ブロック（ＦＡＲＢ）のフォーマット
、第１０図は、Ｏ８による実フレーム割付は時のフレー
ムロックの使用手順、第１１図は、ＩＰＴＢυト′命令
の動作と使用方法の概要、第１２図は、ＩＯＰによるＣ
ＣＷＣエフエッチ時レームロックの使用手順、第１３図
は、フレームロック取得競合時の順序と動作、第１４図
は、ＩＯＰロックカウンタ方式の概要、第１５図は、Ｉ
ＯＰロックビット＆カウンタ方式の概要をそれぞれ表す
図である。 力 因 不 回 箔 ■ 第 子 （ａ） カ しＤ　　（ｂン ス ■ （メ〕 ｆｉ掬ビ、より與％’１ 第 １４図（が〕 ”ｆ）　１４回（Ｃ） α、７１丈叫へ１方 Ｕフッ取）尋欠臥 策 ノ４ 因（ｄ） 遁Ｉ４図（ε） ロー１ノｘ４八工刀 ソファ１交を呼７１６（ 口・７）酢π（ 第 （す ７５／θ 〆 第 （メ） 島１５　（２）（リ ロ・７７１１各八エカ 口、７オ’ｔ％大徒先

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、動的アドレス変換（ＤＡＴ）機構を備えた入出力プ
   ロセッサ（ＩＯＰ）を有する計算機システムにおいて、
   命令プロセッサ（ＩＰ）とＩＯＰの両者から取得と解放
   が可能なロックを主記憶実フレーム毎に備え、 ＩＰは、仮想ページから実フレームの割付けを解除する
   ページスチールを行なう際には、ページスチール候補の
   実フレームのロックの取得を試み、取得できた該実フレ
   ームのみをスチールし、ロックが既に取得済の実フレー
   ムはスチールの対象とせず、 ＩＯＰはチャネルプログラムアドレスやチャネルコマン
   ド語（ＣＣＷ）の示すデータ領域アドレスが仮想アドレ
   スで示されている入出力を実行する場合には、チャネル
   プログラムやデータ領域の存在するページに割付けられ
   た実フレームのアドレスをＤＡＴ機構を用いて求め、か
   つ該実フレームのロックを取得した後にＣＣＷを実行し
   、ＣＣＷ実行完了後に該実フレームのロックを解放する
   ことにより、ＣＣＷ実行中に該実フレームをページスチ
   ールの対象としないことを特徴とする入出力制御方法。 ２、ＩＯＰが、仮想アドレスで示されたチャネルプログ
   ラムやデータ領域の存在するページに割付けられた実フ
   レームのアドレスをＤＡＴ機構を用いて求め、かつその
   ロックを取得する際、該ページに実フレームが割付けら
   れていない場合または該ロックが既に取得済みで該ロッ
   クの取得に失敗した場合に、ＩＰに入出力割込みを発生
   し、該ページへの実フレームの割付けまたは該ロックの
   解放を、ＩＰに実行させることを特徴とする入出力割込
   み方法。