JPH0336633A - 仮想計算機の割り込み直接実行方式 - Google Patents
仮想計算機の割り込み直接実行方式Info
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- JPH0336633A JPH0336633A JP17120189A JP17120189A JPH0336633A JP H0336633 A JPH0336633 A JP H0336633A JP 17120189 A JP17120189 A JP 17120189A JP 17120189 A JP17120189 A JP 17120189A JP H0336633 A JPH0336633 A JP H0336633A
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- 230000007704 transition Effects 0.000 claims abstract description 4
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 8
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 2
- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 1
- 230000015556 catabolic process Effects 0.000 description 1
- 239000013256 coordination polymer Substances 0.000 description 1
- 230000007547 defect Effects 0.000 description 1
- 238000006731 degradation reaction Methods 0.000 description 1
- 238000012544 monitoring process Methods 0.000 description 1
- 238000004088 simulation Methods 0.000 description 1
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。
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、仮想計算機の割り込み直接実行方式に係り、
特に、仮想計算機システムにおける仮想計算機の待ち状
態制御方式に関する。
特に、仮想計算機システムにおける仮想計算機の待ち状
態制御方式に関する。
［従来の技術］
仮想計算機（以下ＶＭという）の性能向上に関する従来
技術として、例えば、アイビーエム プログラミング、
アナウンスメントバーチャルマシーン／エクステンプイ
ド、アーキテクチャ（ＶＭ／ＸＡ） システム、ファ
シリティ １９８５年２月１２日（ＩＢＭ Ｐｒｏｇｒ
ａｎｕｎｉｎｇ Ａｎｎｏｕｎｃｅｍｅｎｔ Ｖｉｒｔ
ｕａｌ Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｅｘｔｅｎｄｅｄ Ａｒ
ｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ（ＶＭ／ＸＡ） Ｓｙｓｔｅｍ
Ｆａｃｉｌｉｔｙ Ｆｅｂｒｕａｒｙ １２．１９８
５） 、あるいは、特願昭５９−５５８７号（特開昭６
０−１５０１４０号公報参照）等に記載された技術が知
られている。この種従来技術は、ＶＭ上のオペレーティ
ングシステム（以下、Ｏ８という）が発行する命令及び
割り込みをハードウェアで直接実行し、報告する動作モ
ード（ＶＭ実行モード）をＶＭに付加し、ＶＭＣＰの介
入を受けることなく、ＶＭの性能低下の主要因となるＩ
１０命令及び割り込みを前述のハードウェア機構で直接
実行するものである。
技術として、例えば、アイビーエム プログラミング、
アナウンスメントバーチャルマシーン／エクステンプイ
ド、アーキテクチャ（ＶＭ／ＸＡ） システム、ファ
シリティ １９８５年２月１２日（ＩＢＭ Ｐｒｏｇｒ
ａｎｕｎｉｎｇ Ａｎｎｏｕｎｃｅｍｅｎｔ Ｖｉｒｔ
ｕａｌ Ｍａｃｈｉｎｅ／Ｅｘｔｅｎｄｅｄ Ａｒ
ｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ（ＶＭ／ＸＡ） Ｓｙｓｔｅｍ
Ｆａｃｉｌｉｔｙ Ｆｅｂｒｕａｒｙ １２．１９８
５） 、あるいは、特願昭５９−５５８７号（特開昭６
０−１５０１４０号公報参照）等に記載された技術が知
られている。この種従来技術は、ＶＭ上のオペレーティ
ングシステム（以下、Ｏ８という）が発行する命令及び
割り込みをハードウェアで直接実行し、報告する動作モ
ード（ＶＭ実行モード）をＶＭに付加し、ＶＭＣＰの介
入を受けることなく、ＶＭの性能低下の主要因となるＩ
１０命令及び割り込みを前述のハードウェア機構で直接
実行するものである。
前述の従来技術は、複数のＶＭを実行するため、ＶＭ上
のＯ８が待ち状態になった場合、ＶＭＣＰが実行される
モード（ＶＭＣＰＭＣ上−ド）に遷移し、待ち状態にな
ったＯ８への割り込みを、ＶＭＣＰがシミュレーション
する方式を用いるものである。このため、前述の従来技
術は、ＶＭ上のＯ８が動作状態にある場合には、ＶＭ上
のＯ８の命令及び割り込みを直接実行することが可能で
あるが、ＶＭ上のＯ８が待ち状態になった場合には、Ｏ
８への割り込みを直接実行することができないものであ
った。
のＯ８が待ち状態になった場合、ＶＭＣＰが実行される
モード（ＶＭＣＰＭＣ上−ド）に遷移し、待ち状態にな
ったＯ８への割り込みを、ＶＭＣＰがシミュレーション
する方式を用いるものである。このため、前述の従来技
術は、ＶＭ上のＯ８が動作状態にある場合には、ＶＭ上
のＯ８の命令及び割り込みを直接実行することが可能で
あるが、ＶＭ上のＯ８が待ち状態になった場合には、Ｏ
８への割り込みを直接実行することができないものであ
った。
［発明が解決しようとする課Ｍ］
前記従来技術は、ＶＭ上のＯ８が待ち状態になった場合
、該Ｏ８への割り込みを、必ずＶＭＣＰが介入してシミ
ュレーションする二とにより行なう必要がある。このた
め、前記従来技術は、ＶＭに対してホストシステムの任
意のプロセッサを専有化させ、該ＶＭの性能を保証しよ
うとする場合、該ＶＭ上のＯ８が待ち状態になると、Ｖ
ＭＣＰの介入が必要となり、該ＶＭの性能が実計算機に
比較して低いものとなるという問題点を有している。
、該Ｏ８への割り込みを、必ずＶＭＣＰが介入してシミ
ュレーションする二とにより行なう必要がある。このた
め、前記従来技術は、ＶＭに対してホストシステムの任
意のプロセッサを専有化させ、該ＶＭの性能を保証しよ
うとする場合、該ＶＭ上のＯ８が待ち状態になると、Ｖ
ＭＣＰの介入が必要となり、該ＶＭの性能が実計算機に
比較して低いものとなるという問題点を有している。
本開明の目的は、前述した従来技術の問題点を解決し、
ＶＭに対してプロセッサを専有させた場合、ＶＭ上のＯ
８が待ち状態となったときにも、該Ｏ８への割り込みを
、ＶＭＣＰの介入なしに実行可能とすることにより、Ｖ
Ｍの性能の確保及び利用の拡大を図ることができるよう
にした仮想計算機の割り込み直接実行方式を提供するこ
とにある。
ＶＭに対してプロセッサを専有させた場合、ＶＭ上のＯ
８が待ち状態となったときにも、該Ｏ８への割り込みを
、ＶＭＣＰの介入なしに実行可能とすることにより、Ｖ
Ｍの性能の確保及び利用の拡大を図ることができるよう
にした仮想計算機の割り込み直接実行方式を提供するこ
とにある。
［課題を解決するための手段］
本開明によれば前記目的は、各ＶＭ単位に、ＶＭ上のＯ
８が待ち状態になったときに、Ｖ Ｍ ＣＰ実行モード
に遷移するか、ＶＭ実行モードを保持するかを指定する
インターフェース領域を設け、該領域の指定に基づいて
、実計算機の実行モードを選択する手段を備えることに
より達成される。
８が待ち状態になったときに、Ｖ Ｍ ＣＰ実行モード
に遷移するか、ＶＭ実行モードを保持するかを指定する
インターフェース領域を設け、該領域の指定に基づいて
、実計算機の実行モードを選択する手段を備えることに
より達成される。
［作 用］
プロセッサを専有しているＶＭ上のＯ３が待ち状態にな
った場合、前記インターフェース領域にＶＭ実行モード
を保持することを指定することにより、該ＶＭ上のＯ８
が待ち状態になったとき、該Ｏ８への割り込みを直接実
行することが可能となる。また、ＶＭに対してプロセッ
サを専有化させない場合、前記インターフェース領域に
ＶＭＣＰＭＣ上−ドに遷移することを指定することによ
り、該ＶＭ上のＯ８が待ち状態になったとき、ＶＭＣＰ
に制御が移り、他のＶＭの実行が可能となる。
った場合、前記インターフェース領域にＶＭ実行モード
を保持することを指定することにより、該ＶＭ上のＯ８
が待ち状態になったとき、該Ｏ８への割り込みを直接実
行することが可能となる。また、ＶＭに対してプロセッ
サを専有化させない場合、前記インターフェース領域に
ＶＭＣＰＭＣ上−ドに遷移することを指定することによ
り、該ＶＭ上のＯ８が待ち状態になったとき、ＶＭＣＰ
に制御が移り、他のＶＭの実行が可能となる。
［実施例］
以下、本発明による仮想計算機の割り込み直接実行方式
の一実施例を図面により詳細に説明する。
の一実施例を図面により詳細に説明する。
第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、第
２図は監視制御プログラムの処理動作を説明するフロー
チャートである。第１図において、１０００は命令プロ
セッサ、１１００は命令レジスタ、１１１０は命令デコ
ーダ、１１２０は命令実行回路、１３００は監視制御機
構、１４００はゲスト割り込み処理回路、２０００はシ
ステム制御装置、３０００は入出カプロセッサ、４００
０は人出力制御装置、５０００は入出力装置、６０００
は主記憶装置である。
２図は監視制御プログラムの処理動作を説明するフロー
チャートである。第１図において、１０００は命令プロ
セッサ、１１００は命令レジスタ、１１１０は命令デコ
ーダ、１１２０は命令実行回路、１３００は監視制御機
構、１４００はゲスト割り込み処理回路、２０００はシ
ステム制御装置、３０００は入出カプロセッサ、４００
０は人出力制御装置、５０００は入出力装置、６０００
は主記憶装置である。
本発明による仮想計算機システムは、第１図に示すよう
に、命令プロセッサ（以下ＩＰという）１０００と、シ
ステム制御装置（以下ｓｃという）２０００と、入出カ
プロセッサ（以下ＩＯＰという）３０００と、入出力制
御装置（以下■ｏｃという）４０００と、入出力装置５
０００と、主記憶装置６０００とを備えて構成されてい
る。
に、命令プロセッサ（以下ＩＰという）１０００と、シ
ステム制御装置（以下ｓｃという）２０００と、入出カ
プロセッサ（以下ＩＯＰという）３０００と、入出力制
御装置（以下■ｏｃという）４０００と、入出力装置５
０００と、主記憶装置６０００とを備えて構成されてい
る。
ＩＰｌｏｏＯは、主記憶装置６０００がら読み出された
命令が格納される命令レジスタ１１００と、命令をデコ
ードするための命令デコーダ１１１０と、命令を実行す
るための命令実行回路１１２０と、ＶＭの割り込み処理
を実行するゲスト割り込み処理回路１４００と、ＶＭが
待ち状態になったことを監視し、ＶＭが待ち状態の場合
に、ＶＭＣＰに制御を渡す監視制御機構１３００とを備
え、さらに、各種レジスタとして、ＶＭ実行モード（以
下ＩＥモモーという）ビット１２００と、ＶＭに対応す
るゲストＰＳＷ１２１０、ゲストＣＲＯ１２２０及びゲ
ストＣＲ６１２３０とを備えて構成されている。
命令が格納される命令レジスタ１１００と、命令をデコ
ードするための命令デコーダ１１１０と、命令を実行す
るための命令実行回路１１２０と、ＶＭの割り込み処理
を実行するゲスト割り込み処理回路１４００と、ＶＭが
待ち状態になったことを監視し、ＶＭが待ち状態の場合
に、ＶＭＣＰに制御を渡す監視制御機構１３００とを備
え、さらに、各種レジスタとして、ＶＭ実行モード（以
下ＩＥモモーという）ビット１２００と、ＶＭに対応す
るゲストＰＳＷ１２１０、ゲストＣＲＯ１２２０及びゲ
ストＣＲ６１２３０とを備えて構成されている。
また、主記憶装置６０００は、各ＶＭの状態を格納する
領域５Ｄ６１００を有し、このＳＤ６１００内には、Ｖ
Ｍ上のＯ８が待ち状態になった場合、ＩＥモモーを保持
することを指定する表示子であるビット５ＤＷＦＬＧ６
１１０が設けられている。
領域５Ｄ６１００を有し、このＳＤ６１００内には、Ｖ
Ｍ上のＯ８が待ち状態になった場合、ＩＥモモーを保持
することを指定する表示子であるビット５ＤＷＦＬＧ６
１１０が設けられている。
前述のように構成されている本発明の計算機システムは
、ＶＭの実行状態とホスト（実計算Ｊａ）の実行状態の
いずれか一方の状態で動作する。この計算機システムに
おいて、いま、該計算機システムがＩＥモモーに入るた
めの５ Ｉ Ｅ （Ｓｓｃａｒｔ Ｉｎシｅｒｐｒｅｔ
ｉｖｅ Ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ）命令が光行されたものと
する。このＳＩＥ命令は、第１図に示す主記憶装置６０
００上の領域５Ｄ６１００のアドレスをオペランドとし
て有してい°る。
、ＶＭの実行状態とホスト（実計算Ｊａ）の実行状態の
いずれか一方の状態で動作する。この計算機システムに
おいて、いま、該計算機システムがＩＥモモーに入るた
めの５ Ｉ Ｅ （Ｓｓｃａｒｔ Ｉｎシｅｒｐｒｅｔ
ｉｖｅ Ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ）命令が光行されたものと
する。このＳＩＥ命令は、第１図に示す主記憶装置６０
００上の領域５Ｄ６１００のアドレスをオペランドとし
て有してい°る。
ＳＩＥ命令が発行されると、命令実行回路１１２０は、
ＩＥモモーピット１２００にＶＭ実行中を示す゛１パを
設定し、ゲス１−ＰＳＷ１２１０、ゲストＣＲ０１２２
０、ゲストＣＲ６１２３０に、該ＳＩＥ命令のオペラン
ド指定された領域５Ｄ６１００に格納されている、ＶＭ
のＰＳＷ、ＣＲＯ。
ＩＥモモーピット１２００にＶＭ実行中を示す゛１パを
設定し、ゲス１−ＰＳＷ１２１０、ゲストＣＲ０１２２
０、ゲストＣＲ６１２３０に、該ＳＩＥ命令のオペラン
ド指定された領域５Ｄ６１００に格納されている、ＶＭ
のＰＳＷ、ＣＲＯ。
ＣＲ６の内容を設定する。
これにより、図示システムは、ＶＭ実行状態となる。Ｖ
Ｍ実行中に、ＶＭのＯ８が待ち状態になった場合、監視
制御機構１３００が動作を開始し、監視制御マイクロプ
ログラム１３１０は、ＩＥモモーを保持するか否かを判
断し、ＩＥモモーを保持しない場合、ＩＥモモーピット
１２００を“Ｏｏ。
Ｍ実行中に、ＶＭのＯ８が待ち状態になった場合、監視
制御機構１３００が動作を開始し、監視制御マイクロプ
ログラム１３１０は、ＩＥモモーを保持するか否かを判
断し、ＩＥモモーを保持しない場合、ＩＥモモーピット
１２００を“Ｏｏ。
に設定する。これにより、ＶＭＣＰに制御が渡されるこ
とになる。
とになる。
ＶＭのＯ３が待ち状態になった場合に、ＩＥモモーを保
持するか否かを判断する監視制御マイクロプログラム１
３１０の処理フローが第２図に示されており、以下、こ
れについて説明する。この監視制御マイクロプログラム
１３１Ｏは、ＶＭのＯ８が待ち状態となったときに、そ
の動作を開始する。
持するか否かを判断する監視制御マイクロプログラム１
３１０の処理フローが第２図に示されており、以下、こ
れについて説明する。この監視制御マイクロプログラム
１３１Ｏは、ＶＭのＯ８が待ち状態となったときに、そ
の動作を開始する。
（１）まず、ＩＥモモーを保持することが指定されてい
るか否かを、そのＶＭの状態を格納している領域６１０
０内の５ＤＷＦＬＧ６１１０によす調べ、該５ＤＷＦＬ
Ｇ６１１０が“°Ｏ″°となっていて、ＩＥモモーを保
持することが指定されていなければ、ＩＥモモーピット
を“Ｏ′°に設定する（ステップ２００．２０６）。
るか否かを、そのＶＭの状態を格納している領域６１０
０内の５ＤＷＦＬＧ６１１０によす調べ、該５ＤＷＦＬ
Ｇ６１１０が“°Ｏ″°となっていて、ＩＥモモーを保
持することが指定されていなければ、ＩＥモモーピット
を“Ｏ′°に設定する（ステップ２００．２０６）。
（２）ステップ２００で、５ＤＷＦＬＧ６１１０か“ｌ
”となっていて、ＩＥモモーを保持することが指定さ
れていれば、ゲストＰＳＷの■／○割り込み可能か否か
を調べ、割り込み可能であれば、さらに、ゲストＣＲ６
の割り込みサブクラスマスクを調べ、割り込み可能であ
れば、ＩＥモモーピットを°１°′に保持したままとす
る（ステップ２０１．２０２．２０５）。
”となっていて、ＩＥモモーを保持することが指定さ
れていれば、ゲストＰＳＷの■／○割り込み可能か否か
を調べ、割り込み可能であれば、さらに、ゲストＣＲ６
の割り込みサブクラスマスクを調べ、割り込み可能であ
れば、ＩＥモモーピットを°１°′に保持したままとす
る（ステップ２０１．２０２．２０５）。
（３）ステップ２０２で、ゲストＣＲ６のＩ１０サブク
ラスが全てオフとなっていて、割り込み不可能な場合、
あるいは、ス苧ツブ２０１で、ゲストＰＳＷのＩ１０割
り込みが不可能な場合、ゲストＰＳＷの外部割り込みの
可能性を調べ、割り込み不可能な場合、ＩＥモモーピッ
トを°゛Ｏ°”に設定すル（ステップ２０３．２０６）
。
ラスが全てオフとなっていて、割り込み不可能な場合、
あるいは、ス苧ツブ２０１で、ゲストＰＳＷのＩ１０割
り込みが不可能な場合、ゲストＰＳＷの外部割り込みの
可能性を調べ、割り込み不可能な場合、ＩＥモモーピッ
トを°゛Ｏ°”に設定すル（ステップ２０３．２０６）
。
（４）ステップ２０３で、ゲストＰＳＷの外部割す込み
が可能である場合、さらに、ゲストＣＲ６の外部割り込
みサブクラスマスクを調べ、外部割り込み可能であれば
、ＩＥモモーピットを°１°。
が可能である場合、さらに、ゲストＣＲ６の外部割り込
みサブクラスマスクを調べ、外部割り込み可能であれば
、ＩＥモモーピットを°１°。
に保持したままとし、外部割り込み不可能であれば、Ｉ
Ｅモモーピットを“０″゛に設定する（ステップ２０４
〜２０６）。
Ｅモモーピットを“０″゛に設定する（ステップ２０４
〜２０６）。
本発明の一実施例は、前述のように動作し、ＶＭのＯ８
が待ち状態になったときにも、ＶＭの実行モードを保持
し続けることができるので、ＶＭが割り込み可能な状態
のときに、ＶＭに直接割り込みを報告するすることが可
能である。
が待ち状態になったときにも、ＶＭの実行モードを保持
し続けることができるので、ＶＭが割り込み可能な状態
のときに、ＶＭに直接割り込みを報告するすることが可
能である。
前述した本発明の一実施例によれば、ＶＭ上のＯ８に、
常にＶＭ実行モードで処理を実行させることが可能にな
り、これにより、ホストシステムの任意のプロセッサを
ＶＭに専有化させた場合、ＶＭＣＰは、該専有プロセッ
サに対し、全く介入する必要がなくなり、前記専有プロ
セッサは、ホストシステムとは独立に処理を実行するこ
とができる。
常にＶＭ実行モードで処理を実行させることが可能にな
り、これにより、ホストシステムの任意のプロセッサを
ＶＭに専有化させた場合、ＶＭＣＰは、該専有プロセッ
サに対し、全く介入する必要がなくなり、前記専有プロ
セッサは、ホストシステムとは独立に処理を実行するこ
とができる。
すなわち、ホストシステムの任意のプロセッサをＶＭに
専有化させた場合、ＶＭＣＰは、該専有プロセッサのＯ
８に対し、全く介入しないため、ＶＭＣＰによるシミュ
レーションオーバヘッドがなくなり、はぼ実計算機と同
等の性能を有するＶＭを実現することができる。また、
前記専有プロセッサは、ホストシステムとは独立して動
作するため、この専有プロセッサの管理に必要なオーバ
ーヘッドもなくなるため、ホストシステム全体の性能の
向上を図ることができる。
専有化させた場合、ＶＭＣＰは、該専有プロセッサのＯ
８に対し、全く介入しないため、ＶＭＣＰによるシミュ
レーションオーバヘッドがなくなり、はぼ実計算機と同
等の性能を有するＶＭを実現することができる。また、
前記専有プロセッサは、ホストシステムとは独立して動
作するため、この専有プロセッサの管理に必要なオーバ
ーヘッドもなくなるため、ホストシステム全体の性能の
向上を図ることができる。
さらに、前記専有プロセッサは、ホストシステムとは独
立して動作するため、仮りに、ＶＭＣＰがプログラムの
不良等により異常終了しても、この専有プロセッサ上の
Ｏ８は、継続して処理の実行を行なうことが可能である
。
立して動作するため、仮りに、ＶＭＣＰがプログラムの
不良等により異常終了しても、この専有プロセッサ上の
Ｏ８は、継続して処理の実行を行なうことが可能である
。
また、このような継続して処理の実行を行なうことが可
能ＶＭの数は、ホストシステムのプロセッサの数に応じ
て、複数台設定することが可能である。
能ＶＭの数は、ホストシステムのプロセッサの数に応じ
て、複数台設定することが可能である。
［発明の効果］
以上説明したように本発明によれば、プロセッサを専有
化させたＶＭ上のＯ８Ｓが待ち状態になった場合にも、
ＶＭＣＰの介入なしに、前記ＶＭのＯ８への割り込みを
行なうことが可能であるので、ＶＭの性能、信頼性の向
上を図ることができ、また、ホストシステム全体の性能
の向上を図ることができる。
化させたＶＭ上のＯ８Ｓが待ち状態になった場合にも、
ＶＭＣＰの介入なしに、前記ＶＭのＯ８への割り込みを
行なうことが可能であるので、ＶＭの性能、信頼性の向
上を図ることができ、また、ホストシステム全体の性能
の向上を図ることができる。
第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、第
２図は監視制御プログラムの処理動作を説明するフロー
チャートである。 １０００・・・・・・命令プロセッサ、１１００・・・
・・命令レジスタ、１１１０・・・・・・命令デコーダ
、１１２０・・・・・・命令実行回路、１３００・・・
・・・監視制御機構、１４００・・・・・・ゲスト割り
込み処理回路、２０００・・・・・・システム制御装置
、３０００・・・・・人出カプロセッサ、４０００・・
・・・・入出力制御装置、５０００・・・・・・入出力
装置、６０００・・・・・・主記憶装置。 第 図 第 ２図
２図は監視制御プログラムの処理動作を説明するフロー
チャートである。 １０００・・・・・・命令プロセッサ、１１００・・・
・・命令レジスタ、１１１０・・・・・・命令デコーダ
、１１２０・・・・・・命令実行回路、１３００・・・
・・・監視制御機構、１４００・・・・・・ゲスト割り
込み処理回路、２０００・・・・・・システム制御装置
、３０００・・・・・人出カプロセッサ、４０００・・
・・・・入出力制御装置、５０００・・・・・・入出力
装置、６０００・・・・・・主記憶装置。 第 図 第 ２図
Claims (1)
- １、少なくとも１つのオペレーティングシステムを同時
に実行する実計算機が、仮想計算機の実行状態とホスト
計算機の実行状態とを有する仮想計算機システムにおい
て、仮想計算機の状態遷移を行なうか否かを表示する表
示子と、該表示子にアクセスし、その内容を判断する手
段と、前述の表示子が状態遷移を行なわないことを示す
とき、仮想計算機上のオペレーティングシステムが待ち
状態になつても、実計算機の状態を仮想計算機の実行状
態に保持する手段とを備えることを特徴とする仮想計算
機の割り込み直接実行方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP17120189A JPH0336633A (ja) | 1989-07-04 | 1989-07-04 | 仮想計算機の割り込み直接実行方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP17120189A JPH0336633A (ja) | 1989-07-04 | 1989-07-04 | 仮想計算機の割り込み直接実行方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0336633A true JPH0336633A (ja) | 1991-02-18 |
Family
ID=15918896
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP17120189A Pending JPH0336633A (ja) | 1989-07-04 | 1989-07-04 | 仮想計算機の割り込み直接実行方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0336633A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5452462A (en) * | 1992-05-15 | 1995-09-19 | Fujitsu Limited | Global communication interrupt control system for communication between real and virtual machine systems using global communication functions of a shared memory |
-
1989
- 1989-07-04 JP JP17120189A patent/JPH0336633A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5452462A (en) * | 1992-05-15 | 1995-09-19 | Fujitsu Limited | Global communication interrupt control system for communication between real and virtual machine systems using global communication functions of a shared memory |
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