JPH05173961A - データ・ブロック転送制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】データ処理システムの２つの異なる電子メディ
ア間でデータのブロック（ページという）を非同期に転
送する。 【構成】ページ転送を要求するプログラムの介在を、中
央プロセサ上で実行されるページ転送１回当たり１対の
命令に分割する。対の第１命令により、非同期ページ転
送を制御する別のプロセサが始動し、対の第２命令によ
り、ページ転送の終わりがプログラムに通知される。対
のいずれの命令もページ転送に対してプログラムに割り
込みをかけることはない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、データ処理システム内
の２つのメディア間のデータ・ブロック（ページとい
う）の転送に関する。システムのメディアは、アドレシ
ングが異なり、ＤＲＡＭやＳＲＡＭより作られる主記憶
装置、拡張記憶装置等である。

【０００２】

【従来の技術】米国特許出願第４４７６５２４号明細書
はＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴ命令を示している。そ
の第１実施例は、システム主記憶装置（ＭＳ）と、これ
とは物理的に分けられた拡張記憶装置（ＥＳ）との間で
ページの転送を制御する同期手段を示している。第２実
施例では、ＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴチャネル・コ
マンド・ワード（ＣＣＷ）を含むＩ／Ｏチャネル・プロ
グラムを起動するためにＩＢＭ Ｓ／３６０の入出力開
始（ＳＩＯ）命令が用いられ、主記憶装置と拡張記憶装
置との間の非同期ページ転送が制御される。非同期方式
の実施例は、チャネル・プログラムの実行が終わる時に
Ｉ／Ｏチャネルの終わりで割り込みを用い、各ページ転
送の終わりを通知する。これは、オペレーティング・シ
ステム内でＩ／Ｏ割り込みハンドラ（プログラム）を実
行するために選択されたプロセサ上のプログラムに割り
込みをかけて、Ｉ／Ｏ割り込みサービスを実行し、各ペ
ージ転送の終了を処理する。割り込みハンドラの実行が
終わると、ハンドラは、割り込みを受けたプロセサに制
御を戻す。その結果、非同期のＰＡＧＥＩＮまたはＰＡ
ＧＥＯＵＴ命令により割り込みを受けたプロセサは、別
のプログラム（割り込みハンドラ）に向けられることに
よって効率が下がり、その間、プロセサを使用してその
主プログラムを実行することはできない。

【０００３】同期ページ転送命令では、それを発するプ
ロセサが、ページ転送の開始から終了までのあらゆる面
を制御する必要があり、他のプロセサは使用されない。
同期ページ転送では、非同期ページ転送とは異なり、そ
のプロセサがページ転送の間に他の命令を実行すること
はできない。同期ページ転送命令には、転送終了割り込
みがなく、それによる割り込みハンドラの介在及びオー
バヘッドがない。ＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴ命令と
ページ移動（ＭＶＰＧ）命令の一般的な実施例では、同
期ページ移動動作しか与えられていない。

【０００４】同期ＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴ命令
は、ＩＢＭ Ｓ／３７０の監視（スーパバイザ）状態命
令であり、記憶装置の絶対アドレシングを用いる。ペー
ジ転送はよくオペレーティング・システム（ＯＳ）のソ
フトウェア（問題プログラム状態アプリケーション・プ
ログラムに対して透過な監視状態で動作する）により、
ＭＳでの動作を目的に問題状態プログラムをセットアッ
プするか、または問題（プログラム）状態プログラムの
実行結果をＥＳに格納してしまうために用いられる。

【０００５】従来のページ移動（ＭＶＰＧ）命令は、米
国特許出願第４２４７９７号明細書（１９８９年１０月
２９日出願）“Process Using Virtual Addressing in
aNon-privileged Instruction to Control the Copying
of a Page of Data inor between Multiple Media”
に見られる。ＭＶＰＧ命令はそのプログラムと同期して
動作する。

【０００６】欧州特許第０２１４６７０号明細書は、各
メディアに専用のオペランドを持つ同期ページ転送命令
を示している。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、ＥＳ
（拡張記憶装置）、ＭＳ（主記憶装置）等、異なるメデ
ィア間で非同期ページ転送を行なうシステムの基本的な
効率を改良することにある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明では、非同期ペー
ジ転送を制御する転送終了プログラムの割り込みが不要
になる。したがって、ページ転送が正常に終了する度に
割り込みハンドラ・プログラムを介在させる必要もなく
なり、開始側プロセサは、ページ転送とオーバラップす
る他のＣＰＵ命令を実行することができる。プログラム
の割り込みが無くなると、オペレーティング・システム
のオーバヘッド（コスト高につながる）が無くなる。ペ
ージ転送のサービスを受けるプログラム機能を遅くする
割り込みハンドラの処理が無くなるからである。

【０００９】本発明は、従来のどの非同期ページ転送機
構とも異なる。従来の機能では、ページが正常に転送さ
れるごとに割り込み通知と制御プログラムの介在が必要
である。

【００１０】本発明は、ページイン開始（ＳＰＩＮ）、
ページアウト開始（ＳＰＯＵＴ）、非同期ページング状
態検査（ＴＡＰＳ）と呼ばれる新しい命令を提供する。
ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令は、これを発するプロセ
サから見て外部のページ転送（ＰＴ）プロセサを起動す
ることによって、反対方向にある２つのメディア間の非
同期ページ・コピー（またはページ移動）の開始を制御
する。要求されたページ転送の細かい制御は、ＰＴプロ
セサが行なう。ＰＴプロセサはＥＳコントローラ・ハー
ドウェアの一部であってもよい。

【００１１】ＴＡＰＳ命令が実行されると、要求された
ページ転送の終了状態が検査される。ＴＡＰＳ命令は、
ページ転送が終了すると予想された後に、ＰＴを要求し
たプログラムに対して発行・実行される。ＴＡＰＳは、
発行側プログラムの都合のよい時間に、ページ転送が実
際に終了する時間とは無関係に発行することができる。
ＴＡＰＳにより、それを発するプログラムが、自身の制
限時間内に、特定位置に転送されたページが使用できる
かどうかをいつ調べるかを自身のために判定する。その
プロセサはその時間までに、他の命令を実行することが
できる。ＴＡＰＳ命令の実行には条件コード（ＣＣ）が
与えられ、ページ転送の現在状態が通知される。この
後、要求側プログラムが条件コードを使用して、そのプ
ログラムの次の動作を、他のプログラムの介在がなくて
も制御することができる。

【００１２】ＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ、ＴＡＰＳの何れの
命令も、要求されたページ転送が終了する正確な時間を
認識する必要はない。ＴＡＰＳ命令の最も効率的な用法
は、そのプログラムが、ＴＡＰＳ命令を発する（ページ
が使用できるかどうかを判定するため）前に、要求され
たページ転送の状態を認識する必要があるまで待つこと
である。ＴＡＰＳ命令を実行するプロセサは、ＴＡＰＳ
命令が発行されるまで、他の命令を実行することができ
る。ＴＡＰＳ命令は２タイプあり、各々、使用効率に与
える影響が異なる。１つは、ページ転送の現在状態を調
べるとすぐに実行を終了させる。この検査の結果ページ
転送が終了していることがわかると、プロセサは直ちに
他の命令の実行に戻ることができる。もう１つのＴＡＰ
Ｓ命令はページ転送の現在状態を連続的に検査する。検
査は、ページ転送が終了するまで継続し、それから命令
の実行が終了する。そこではプロセサは、この待ち時間
の間、ＴＡＰＳの発行からページ転送まで、他の命令を
実行することができない。この待ち時間制御により、待
ち状態を設けるループをプログラミングする必要がな
い。

【００１３】本発明は、ページ転送を要するプログラム
の介在を２つに分けている。１つは、ページ転送を開始
する（ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令の発行によって）
プログラムが介在し、もう１つはページ転送の終わりに
プログラムが介在する（ＴＡＰＳ命令の発行によっ
て）。これら２つに分けられた部分の間、プロセサは任
意の命令（ページ転送プログラムとの関係は問わない）
を実行することができる。ページ転送は、これら他の命
令の実行と非同期にオーバラップする。ページ転送の詳
細が、ＰＴを要求したプロセサとは異なるプロセサ（ま
たはコントローラ）によって処理されるからである。

【００１４】上記の他、本発明の特徴としては目立たな
いが、本発明の例外処理条件を既存のＰＡＧＥＩＮ、Ｐ
ＡＧＥＯＵＴ同期命令に委ねることによって、本発明の
命令に関する例外処理をなくすることができる（あるい
は大幅に少なくすることができる）。ＳＰＩＮ／ＳＰＯ
ＵＴ命令に応答して例外（またはエラー）が発生した場
合、本発明は、命令に対するそれ以降の動作を無効にす
る。プログラムが発する後続のＴＡＰＳ命令は、条件コ
ードを与えて、先のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の実行が
失敗したことを示す。次にこれらの命令を持つプログラ
ムは、ＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴ同期命令を起動し
て、失敗したページ転送を実行することができる。そこ
でＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴ例外処理の制御によ
り、例外（またはエラー）条件が処理される。

【００１５】もう１つの利点は、本発明の分割された命
令を、別の中央プロセサ上のプログラムが発行できると
いう点である。つまりプログラムは、あるＣＰＵ上でＳ
ＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を発行し、後に別のＣＰＵ
上でＴＡＰＳ命令を発行できるため、プログラムは、Ｓ
ＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を発行するとき、最初のタ
イムスライスであるＣＰＵでディスパッチされ、後に、
ＴＡＰＳ命令を発行するとき、第２のタイムスライスで
別のＣＰＵでディスパッチされる。

【００１６】本発明のＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ、ＴＡＰの
命令は、実アドレシングまたは絶対アドレシングを用い
るように構成された時は、監視（スーパバイザ）状態命
令とするのが望ましい。但し、仮想アドレシングを用い
るように構成された場合はプロブレム状態命令とするこ
とができる。

【００１７】本発明で、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ及びＴＡ
ＰＳ命令を発行するプログラムが使用できるリソース
は、複数のオペレーティング・システムによってＣＰＵ
などのリソースが共有される環境で動作するプログラム
のオペレーティング・システムに、その時点で割り当て
られるリソースに限られる。

【００１８】本発明は、揮発性主メモリと不揮発性記憶
装置の２つの電子記憶メディア間のブロック（ページ）
転送を制御するのにも利用できる。このメディアは、電
子機械的な磁気ディスク装置（バッテリでバックアップ
したＤＲＡＭやＳＲＡＭによって得られる不揮発性記憶
装置など）が実行する機能に取って代わり、システムの
外部インタフェースともなる。このような場合、ユーザ
のファイル制御指定を実行するプログラムは、ＳＰＩＮ
／ＳＰＯＵＴ及びＴＡＰＳの分割ページング命令を使用
して、メディア間でファイルのブロック（ページ）の転
送を制御することができる。このような動作により、フ
ァイル制御プログラムの実行が、主メモリと不揮発性記
憶装置との間で何れかの方向に行われるファイル内のブ
ロックの転送とオーバラップし、ファイルの転送を大幅
に高速化することができる。

【００１９】

【実施例】本発明は、データ単位（ここでは連続した４
０９６バイトのブロックまたはページをいう）の転送を
制御する。データ単位の転送は、物理的に独立し、デー
タが転送される物理バスによって接続された２つの記憶
装置間で行なわれる。実施例のデータ単位は４キロバイ
トのページであるが、本発明では任意サイズのデータ単
位が使用できる。実施例の物理記憶装置は、ページの転
送を反対方向に処理する２つのバスで接続された拡張記
憶装置（ＥＳ）と主記憶装置（ＭＳ）である。

【００２０】１回のページ転送は、図１に示した非同期
ページイン（ＳＰＩＮ）命令または図２に示した非同期
ページアウト（ＳＰＯＵＴ）命令を実行するプロセサに
よって開始される。図１のＳＰＩＮ命令は、ＥＳ内のペ
ージ・アドレスからＭＳ内のページ・アドレスへの４Ｋ
Ｂのブロックのコピーを開始する。図２のＳＰＯＵＴ命
令は、ＭＳ内のページ・アドレスからＥＳ内のページ・
アドレスへの４ＫＢブロックのコピーを開始する。

【００２１】このようなＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ命令の形
式を図１、図２に示した。各々、オペランドＲ１、Ｒ２
を含む。Ｒ１、Ｒ２は各々、ＩＢＭ Ｓ／３７０または
Ｓ／３９０のアーキテクチャを用いたプロセサの汎用レ
ジスタである。Ｒ１は、初期化されてＭＳ内のページ・
アドレスを格納し、Ｒ２は、初期化されてＥＳ内のペー
ジ・アドレスを格納する。各命令のオペレーション・コ
ード（ＯＰコード）は、命令がＳＰＩＮかＳＰＯＵＴか
を判定し、ＥＳとＭＳとの間のページ移動の方向を制御
する。

【００２２】Ｒ１、Ｒ２に含まれるアドレスの形式は、
実アドレス、絶対アドレス、または仮想アドレスであ
り、システム・アーキテクチャがページをＭＳとＥＳに
どのようにアドレスするかによって決まる。この実施例
では、これらの命令に絶対アドレシングが用いられるこ
とを前提にしている。但し、先に引いた米国特許出願第
４２４７９７号明細書（１０／２９／８９出願）のペー
ジ移動命令について定義された通りに仮想アドレシング
を用いることもできる。仮想アドレシングが用いられる
場合、ＭＳとＥＳでデータ・アクセスが行なわれる前に
アドレス変換が必要である。

【００２３】図３は、ＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ命令の変更
例である。追加オペランドＮは、ＥＳとＭＳに連続した
アドレスを持つＮ個のページの転送を制御するために与
えられる。オペランド・レジスタＲ１、Ｒ２は、Ｎ個の
連続ページの最初のページの、各メモリ（ＥＳ、ＭＳ）
に於けるアドレスを格納する。ここで用いられる連続性
はアドレシングのタイプによって異なる。Ｒ１、Ｒ２に
絶対アドレシングが用いられるなら、Ｎ個のページは、
ＥＳ、ＭＳ内で連続した絶対アドレスに置かれる。Ｒ
１、Ｒ２に仮想アドレシングが用いられる場合、Ｎ個の
ページは、連続した仮想アドレスに置かれる（仮想アド
レスは、ＥＳ、ＭＳ内に分散した絶対アドレスに置くこ
ともできる）。

【００２４】ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令は、実行される
と、０または２の条件コード（ＣＣ）を返す（１、３の
ＣＣは用いられない）。ＣＣ＝０は、命令によってペー
ジ転送が正常に開始されたことを、ＣＣ＝２は、ページ
転送が開始されず、ＣＣ＝０を受け取るまでＳＰＩＮ／
ＳＰＯＵＴ命令を再試行しなければならないことを示
す。ページ転送を制御するプロセサは、ＳＰＩＮ／ＳＰ
ＯＵＴ命令を実行するプロセサに依存せずに動作する。
一方のプロセサは、ＭＳコントローラ（ＭＳＣ）、ＥＳ
コントローラ（ＥＳＣ）、入出力プロセサ（ＩＯＰ）、
或いはそれらすべてでもよい。

【００２５】ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の実行によっ
て、ページ転送プロセサを直接的または間接的に始動す
ることができる。直接始動は、システムのプロセサが１
つしかＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令を実行できない場合に
使用できる。その場合、ＣＣ＝２が返り、ページ転送プ
ロセサが使用中であることが示される。次に、一方のプ
ロセサがＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求を受け入れ、要求さ
れたページ転送を開始したことを示すＣＣ＝０が受け取
られるまでＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令を再実行しなけれ
ばならない。

【００２６】ページ転送プロセサの間接始動は、複数の
プロセサがシステム内でＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令を実
行できる場合に用いられる。そこでキューが、ＳＰＩＮ
／ＳＰＯＵＴ命令を実行する各プロセサからＳＰＩＮ／
ＳＰＯＵＴ要求を受け取り、一時格納する。要求がキュ
ーに置かれた時は、ページ転送プロセサを使用できない
ことがある。各ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の実行が終了
すると、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求データがキュー要素
に書き込まれている。このキューは非同期ページング要
求キュー（ＡＰＲＱ）ともいう。

【００２７】ＡＰＲＱの要素は１個以上である。ＡＰＲ
Ｑの要素が２個以上であれば、ＡＰＲＱの動作方式は先
入れ先出し方式（ＦＩＦＯ）または後入れ先出し方式
（ＬＩＦＯ）であり、キューは結果的に、その要求の各
々にサービスを提供し、ページ転送プロセサを始動し
て、要求されたページ転送を実行する。

【００２８】実施例の要素ＡＰＲＱは各々、図８のよう
な構成になっている。各要素は、実施例のキューに書き
込まれた時、マイクロ秒の単位まで表わされる時刻（Ｔ
ＯＤ）を示すトークン・フィールドを含む。トークン
は、各キュー要素を一意に表わす任意の値を取り、キュ
ー要素を生成するＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を実行
するプロセサと通信できる。生成されたキュー要素は、
“使用可能”、“プロセス外アクティブ”、“プロセス
内アクティブ”、“終了”の４状態の１つを示す状態フ
ィールドも含む。ＯＰフィールドは、要求された動作、
ＳＰＩＮ（ページイン）、またはＳＰＯＵＴ（ページア
ウト）を示す。ＭＳ ＰＦＲＡフィールドは、要求され
たページ転送のＭＳページ・フレームの実アドレスを格
納する。ＥＳ ＢＮフィールドは、要求されたページ転
送のＥＳブロック数を格納する。最後の２つのフィール
ド（Ｈ／ＧフィールドとＬＰＡＲ＃フィールド）は、Ｓ
／３７０ ＳＩＥ（解釈実行開始）命令を使用できるＶ
Ｍ（仮想計算機）のホスト／ゲスト・システムでしか用
いられていない。このようなＶＭ環境には、ＩＢＭＰＲ
／ＳＭ（区分リソース・システム管理）システムがあ
る。リクエスタ・フィールドは、０または１で、リクエ
スタがホスト（０）かゲスト（１）かを示す。ＬＰＡＲ
＃フィールドは、ホスト／ゲストを含むＰＲ／ＳＭ区分
を識別する番号を格納する。

【００２９】実行されているＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令
によって、キュー要素に要求が書き込まれるとすぐ、こ
の命令に条件コード０（ＣＣ＝０）が与えられる。キュ
ーが一杯（非同期ページング要求を受け取るキュー内に
使用できるエントリがない）の場合、実行中のＳＰＩＮ
／ＳＰＯＵＴ命令にＣＣ＝２が与えられる。

【００３０】要求側のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令がキュ
ー要素を使用できる時、キュー管理ソフトウェアが、ア
クセスされたキュー要素及び要求側プロセサ内の所定の
レジスタにＴＯＤトークンを書き込み、そのプロセサに
キュー要素を示し、後続のＴＡＰＳ命令によって使用で
きるようにする。キューのトークンは後で、後続のＴＡ
ＰＳ命令によって用いられ、割り当てられたキュー要素
が探索され、要求されたページ転送を制御する別のプロ
セサによって実行された要求の現在状態が検出される。

【００３１】キュー・トークンは、実施例では（ＳＰＩ
ＮまたはＳＰＯＵＴ命令を実行する）開始側プロセサ内
の汎用レジスタの対、ＧＲ０、ＧＲ１に返る。ＧＲ０、
ＧＲ１は、実施例ではＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の各々
に暗示的第３オペランドを与える。ＧＲ０、ＧＲ１は、
ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令が実行される時にキュー・ト
ークンを受け取るために使用できなければならない。

【００３２】開始側プロセサは、そのＧＲ０、ＧＲ１
を、要求側のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の後に実行され
る他の命令のために使用する前に、最初に、ＧＲ０、Ｇ
Ｒ１に返されたキュー・トークンの値を（ＭＳまたは他
の箇所に）セーブしなければならない。実施例では、６
４ビットの時刻（ＴＯＤ）値が、割り当てられたキュー
要素に格納され、開始側プロセサのＧＲ０、ＧＲ１に返
る。ＴＯＤ値はＭＳにセーブされ、後にこのＭＳから検
索しうるので、後続のＴＡＰＳ命令がこのＴＯＤ値を使
用できる（ＴＡＰＳ命令に関しては後述する）。

【００３３】このようなキュー・バッファリング動作
は、実施例のようにＣＥＣ（中央複合電子装置）当たり
１つのキューを設けるなど、様々な設計のキューで実現
できる。ただ本発明では、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令を
実行する中央プロセサの各々にキューを設ける等、他の
設計のキューを使用しうる。プロセサごとにキューを設
ける形では、ＥＳ、ＭＳリソースを使用できる次の要求
の各々を、どのキューが与えるかを判定するために、優
先順位が必要である。

【００３４】本発明は、プロセサ、ＭＳエンティティ、
ＥＳエンティティが各々単一であるシステムに利用でき
る。

【００３５】本発明はまた、ページ転送（ＰＴ）プロセ
サ、ＥＳエンティティ、ＭＳエンティティ、並びにＳＰ
ＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令及びＴＡＰＳ命令を並行して実行
できる中央プロセサ（ＣＰ）が各々複数あるシステムに
も利用できる。この種のシステムについては図９により
後述する。すべてのＰＴプロセサ及びＣＰによる並行動
作を実現するには、ＣＰ、ＰＴプロセサの各々を、単一
の集中型ＡＰＲＱ（非同期ページ要求キュー）に接続す
ればよい。これにより、すべてのＣＰがＳＰＩＮ／ＳＰ
ＯＵＴ要求をキュー要素に書き込め、すべてのＰＴプロ
セサが、アクティブなキュー要素の制御下、すべてのＥ
Ｓ／ＭＳパス上で何れかの方向にページ転送を実行する
ことができる。

【００３６】図４は、ＴＡＰＳ（非同期ページ状態検
査）命令の一例を示す。この命令は、ＳＰＩＮまたはＳ
ＰＯＵＴ命令の後に実行され、要求されたページ転送が
終了したかどうかが判定される。ＴＡＰＳ命令が、（Ｃ
Ｃ＝０値を返すことによって）正常終了状態を指示すれ
ば、ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を発行したプログラ
ムは、要求されたページ転送が終了したとの指示を受け
取ってから次の動作に進むことができる。

【００３７】図４のＴＡＰＳ命令は、明示的オペランド
Ｒ１と、ＩＢＭ Ｓ／３７０プロセサの汎用レジスタＧ
Ｒ１６個のうちＧＲ０、ＧＲ１を用いる暗示的オペラン
ドを持つ。ＴＡＰＳ命令内のオペランドＲ１は、ＳＰＩ
ＮまたはＳＰＯＵＴ命令内のオペランドＲ１とは動作が
異なる。ＴＡＰＳのオペランドＲ１は、値０または１を
持つ機能コード（ＦＣ）を格納するように定義される。
この値はＴＡＰＳ命令の動作方法を制御する。値０は
“検査のみ”のＦＣを与え、値１は“終了待ちと検査”
のＦＣを与える。“検査のみ”のＦＣは、そのＴＡＰＳ
命令の完全な非同期実行を制御する。“待ち”ＦＣは、
その命令の部分的な非同期実行を制御するために、ペー
ジ転送が、その開始からＴＡＰＳ命令の実行時まで非同
期に動作するようにし、その後、ページ転送を同期動作
に変えるために、開始側プロセサが、ＴＡＰＳ命令の終
了まで何の命令も実行できないようにする。

【００３８】ＴＡＰＳ命令の暗示的オペランドＧＲ０、
ＧＲ１は、開始側ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令に対して返
されたキュー・トークンを格納する。実施例のキュー・
トークンは、６４ビットの時刻（ＴＯＤ）値となるよう
にされ、この値はＴＡＰＳ命令の実行に先立ってＧＲ
０、ＧＲ１に置かれる。先のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令
が実行された後に他の命令がＧＲ０、１を使用している
場合、トークンはＭＳに格納されており、ＴＡＰＳ命令
の実行前にそこから検索して、ＧＲ０、１に復元しなけ
ればならない。

【００３９】すなわち、転送を開始したプロセサ（開始
側プロセサ）は、ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令（実行
は即時に終了）を実行した後、すぐ解除され、他の命令
を実行することができる。他の命令とは、ＳＰＩＮ／Ｓ
ＰＯＵＴ命令を発行した同じプログラム内の命令、開始
されたページ転送とは無関係のプログラムやルーチン等
である。

【００４０】次に開始側プロセサは、そのＳＰＩＮまた
はＳＰＯＵＴ要求が、ページ転送プロセサによるサービ
スをキューで待つ状態になり、要求されたページ転送が
非同期に実行されている間、他の命令を非同期に実行で
きる。そのため、開始側プロセサは、少なくとも要求側
プログラムがＴＡＰＳ命令を発行して、要求されたペー
ジ転送の状態を検出するまで（ページ転送がまだ実行中
か終了したか等）、ページ転送プロセスと並行して（同
時に）他の命令を実行できる。

【００４１】ＴＡＰＳ命令の実行方法は、そのオペラン
ドＲ１の機能コード（ＦＣ）の設定によって制御され
る。オペランドＲ１は、“検査のみ”のＦＣまたは“待
ち”のＦＣを格納できる。ＴＡＰＳ命令がそのオペラン
ドＲ１に“検査のみ”のＦＣを持つ場合、ＴＡＰＳの実
行は、それが、関連するＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求に割
り当てられたキュー要素の状態を通知するとすぐに終了
する。ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求は、要求されたページ
転送のその時点の実行状態を通知するために、ＴＡＰＳ
命令のＣＣ値をセットして直ちにその実行を終了する。
ＴＡＰＳプロセサは、ＣＣを受け取るとすぐ、その次の
命令を実行できる。これにより、開始側ＳＰＩＮ／ＳＰ
ＯＵＴプロセサは、他の命令を、別のプロセサによって
制御されるページ転送プロセスと非同期に実行できる。

【００４２】ＴＡＰＳ命令が、そのオペランドＲ１に
“待ち”ＦＣを持つ場合、ＴＡＰＳ命令の実行は、ペー
ジ転送プロセサからキュー要素へのシグナルを待つ。こ
のシグナルは、ＴＡＰＳ命令の実行終了前にページ転送
が終了したことを示す。ページ転送が終了した時にの
み、ＣＣがＴＡＰＳプロセサに返り、ＴＡＰＳ命令の実
行が終了する。そしてＴＡＰＳプロセサがその次の命令
を実行することができる。そこで“待ち”のＴＡＰＳ命
令は、モニタされるページ転送が終了するまで、その発
行から実行状態にとどまる。また、“待ち”のＴＡＰＳ
命令が、ページ転送終了前に発行された場合、待ち時間
はかなり長くなり、その間、ＴＡＰＳプロセサは他の命
令を実行できない。その結果、ＴＡＰＳプロセサは、Ｔ
ＡＰＳ命令を実行する前に他の命令の実行を終了しなけ
ればならず、ＴＡＰＳ実行中は他の命令を実行できな
い。それによって“待ち”のＴＡＰＳ命令がページ転送
と同期して動作する。このような同期待ち動作では、開
始側プログラムに待ちループをプログラミングする必要
がない。

【００４３】上記の、“待ち”ＴＡＰＳ命令の遅い同期
動作が起こるのは、この命令が、そのページ転送が終了
する前に発行された場合だけである。但し“待ち”のＴ
ＡＰＳ命令が、そのページ転送終了後まで発行されない
と、その実行は直ちに終了し、次に“待ち”ＴＡＰＳ命
令の動作は、“検査のみ”のＴＡＰＳ命令と同じように
高速になる。

【００４４】ＴＡＰＳ命令に対してＣＣ＝０が受け取ら
れた場合、要求されたページ転送は正常に終了する。次
にＳＰＩＮ命令を起動する場合、ＴＡＰＳプロセサは、
ＭＳ内の要求されたページを直ちにアクセスするか、ま
たはかかるアクセスを遅らせることができる。そのため
に、例えば他の命令の実行を続けてから、ＭＳ内の要求
されたページをアクセスする。何れの場合でも、オペレ
ーティング・システムのサービスに関して、開始側プロ
セサへの割り込みはない。

【００４５】ＳＰＯＵＴ命令が起動する場合、後続のＴ
ＡＰＳ命令に対するＣＣ＝０は、ページがＥＳに正常に
格納され、開始側プロセサが、オペレーティング・シス
テムのサービスに対する割り込みなく、他の命令の実行
を継続できることを示す。

【００４６】ＴＡＰＳ命令に対して返ったＣＣ＝２は、
ページ転送がアクティブ（終了していない）であること
をＴＡＰＳプロセサに指示する。次に発行側プロセサ
は、転送が正常に終了したかどうかを判定するために、
後でまたＴＡＰＳ命令を発行しなければならない。

【００４７】ＣＣ＝３という応答は、トークン値に一致
するキュー・エントリがそのＧＲ０、１にないことと、
検査されたページ転送が正常に終了したことををＴＡＰ
Ｓプロセサに知らせる。ＣＣ＝３応答が与えられるの
は、ページ転送中にエラーまたは異常例外条件が発生し
た場合で、その時、キュー要素は使用可能状態にリセッ
トされる。開始側プログラムは、ＴＡＰＳのＣＣ＝３を
受け取ると、ページ転送を再要求でき、さらに、ＳＰＩ
Ｎ／ＳＰＯＵＴ命令を再発行するか、またはＰＡＧＥＩ
Ｎ／ＰＡＧＥＯＵＴ、ＭＶＰＧ命令等の同期ページング
命令を発行することができる。実施例の方式はＰＡＧＥ
ＩＮ／ＰＡＧＥＯＵＴを発行するものである。これは、
実施例では分割（split ）ページング命令（ＳＰＩＮ／
ＳＰＯＵＴとＴＡＰＳ）に対してエラー例外条件が与え
られないためである。次にＰＡＧＥＩＮ／ＰＡＧＥＯＵ
Ｔに組み込まれたエラー例外条件が適用され、ページ転
送についてエラー等の異常例外条件があったかどうかが
調べられる。

【００４８】図５は、キュー要素の４つの状態−“使用
可能（available ）”、“プロセス外アクティブ（acti
ve not in process ）”、“プロセス内アクティブ（ac
tivein process）”、“正常終了（normal completio
n）”−を示す。どのキュー要素もこれらの状態のうち
１つを持ち、これらの要素が、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ、
ＴＡＰＳ命令に対して返るＣＣを制御する。“使用可
能”状態は、割り当てられていないキュー要素に対して
生じる。この要素は、要求側プロセサが使用でき、その
内容は無効である。コード００は、“使用可能”状態
を、コード０１は“プロセス外アクティブ”状態を、コ
ード１０は“プロセス内アクティブ”状態を、コード１
１は“正常終了”状態を示す。使用可能状態は他の方法
でも表現できる。例えば、無効フラグ・ビットを無効状
態にセットして“使用可能”状態を表わす、あるいはト
ークン・フィールドをゼロ値にセットする等である。

【００４９】“アクティブ”状態は、ＳＰＩＮ／ＳＰＯ
ＵＴ命令が、割り当てられたキュー要素に要求を入れた
時に始まり、要求されたページ転送が終了した時に終わ
る。アクティブ状態には２通りある。１つは“プロセス
外アクティブ”状態で、これは要素がキューに置かれて
はいるが、ページ転送プロセサがまだ取得していない時
に存在する。もう１つは、“プロセス内アクティブ”状
態で、これは、有効要素がページ転送プロセサによって
取得された後に処理されている時に存在する。要求側Ｔ
ＡＰＳ命令は、実施例では、実行側ＴＡＰＳのレジスタ
対ＧＲ０、ＧＲ１にＴＯＤトークン値のあることが検出
されたキュー要素の状態フィールドに“アクティブ”指
示を検出した時に、ＣＣ＝２応答を受け取る。

【００５０】“正常終了”状態は、ページ転送が正常に
終了した時に生じる。その際、キュー要素の状態フィー
ルドには、ページ転送プロセサによって正常終了が指示
される。“正常終了”要素と示された要素を検査する要
求側ＴＡＰＳ命令に、ＣＣ＝０が送られる。

【００５１】ページ転送にエラーまたは異常終了が生じ
ると、要素の状態フィールドは“プロセス内アクティ
ブ”状態から“使用可能”状態に変わる。実施例では、
実行側ＴＡＰＳのレジスタ対ＧＲ０、ＧＲ１のＴＯＤト
ークン値とＱＥが一致しない時、または“使用可能”状
態であるＱＥの一致が検出された時に、要求側ＴＡＰＳ
命令はＣＣ＝３応答（実行失敗を示す）を受け取る。

【００５２】図６、図７は、従来の同期ページング方式
に対する、本発明の非同期分割ページングの、オーバラ
ップ・プログラミング上のメリットを示す。図６の同期
ページングは、ＰＡＧＥＩＮ、ＭｏｖｅＰａｇｅ等の同
期命令に必要なページング時間がすべて、開始側プロセ
サに用いられ、１ページの転送が制御されることを示
す。これにより、同期ページ転送プロセス中は、他の命
令を実行できなくなる。これに対して同じく図６に示し
たのが、わずかなページ転送時間にのみ実行される分割
ページング命令（ＴＡＰＳとこれに先行するＳＰＩＮま
たはＳＰＯＵＴ）である。これにより、ページ転送時間
のほとんどを、開始側プロセサが、他の命令をページ転
送プロセスと非同期に（同プロセスから独立して）実行
することができる。

【００５３】オーバラップ可能性（他の命令をページ転
送プロセスとオーバラップできる時間）を左右する実行
要因は多いが、一般にはページ転送時間の５０％以上に
なる。図７は５０％のオーバラップ可能時間を想定して
いる。この時間の間、セットアップ・ソフトウェアが実
行され、転送する次のページを準備するのに必要なセッ
トアップ命令が実行される。ページ転送１のセットアッ
プは、ページ転送（ＰＴ）１を開始するＳＰＩＮ（Ｓ）
命令の発行で終わる。

【００５４】（ＰＴ２に対応する）次のセットアップ２
は、ＰＴ１に対するＳとＴの命令の間にＰＴ１をオーバ
ラップする。セットアップ２は、ＰＴ２に備えるために
開始側プロセサによって発行される命令より成る。図７
の残りのＰＴとそれらの準備セットアップも同様のオー
バラップ特性を持つ。こうして高速化（図７）されるこ
とは、オーバラップの例が、図の例の５ページの転送
を、オーバラップしない場合の時間の約６０％の時間で
終了することから明らかである。

【００５５】図９は、複数の中央プロセサＣＰＯないし
ＣＰｎを持つ中央複合電子装置（ＣＥＣ）を示す。ＣＥ
Ｃはこのほか、各々、主記憶装置ＭＳａないしＭＳｍを
伴う複数のシステム・コントローラＳＣａないしＳＣｍ
と、ＭＳコントローラＭＳＣａないしＭＳＣｍを持つ。
ＭＳａないしＭＳｍの絶対アドレスは連続しており、Ｃ
Ｐは、ＭＳのどこででも、任意のバイト位置をアドレス
できる。ＣＥＣはさらに、各々ＳＣａないしＳＣｍに接
続された複数のＥＳコントローラＥＳＣａないしＥＳＣ
ｚを含む。ＥＳａないしＥＳｚは各々、ＥＳＣａないし
ＥＳＣｚに接続される。ＥＳ内のアドレスは３２ビット
のページ・ブロック番号であり、連続している。そのた
めＣＰは、ＥＳのどこででも、任意のページ位置をアド
レスできる。よってＭＳａないしＭＳｍは各々、絶対ア
ドレス範囲が異なり、ＥＳａないしＥＳｚは各々、ペー
ジ・ブロック・アドレス範囲が異なる。

【００５６】図９のＣＥＣは、図８のＡＰＲＱキューと
ともに動作し、このキューは、実施例ではマイクロコー
ドしか使用できないＭＳ内のエリアに位置する。ＡＲＰ
Ｑはキュー要素ＱＥ−０ないしＱＥ−ｋより成る。ＡＲ
ＰＱには、所定のＣＰアクセス可能位置１１があり、こ
こでキュー・マネジャ・ソフトウェア（マイクロコー
ド）が、その次の“使用可能”状態のキュー要素のアド
レスを置く。ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を実行する
ＣＰは、位置１１のアドレスを取り、そのＳＰＩＮまた
はＳＰＯＵＴ要求を直接、この自己割当キュー要素に書
き込む。これは割当が、位置１１から取られたアドレス
に書き込むＣＰによるものである。ＣＰのコンテンショ
ンを処理するために位置１１にアクセスするＣＰ間で
は、従来のようなロッキング・プロトコルが用いられ
る。ＣＰがその要求を、所定のＣＰアドレスで識別され
る要素に書き込むと即、キュー・マネジャが、キューの
次の要素のアドレスを格納するか、またはその時点で使
用できるキュー要素がない場合は、キューが一杯である
ことをその中に指示する。

【００５７】またＡＰＲＱでは、別の所定位置１２を、
ＥＳＣａないしＥＳＣｚ内のすべてのページ転送（Ｐ
Ｔ）プロセサがアクセスできる。キュー・マネジャは、
その次の“プロセス外アクティブ”状態のキュー要素の
アドレスを位置１２に置く。ＰＴプロセサは、非ビジー
状態になるとすぐ、位置１２にアクセスしてその次のペ
ージ転送ワークを取得する。競合を処理するために位置
１２にアクセスするＰＴプロセサ間では、従来のような
ロッキング・プロトコルが用いられる。ＰＴプロセサは
次に、位置１２から得られたアドレスにあるキュー要素
のページ転送要求を実行する。ＰＴプロセサが位置１２
のアドレスを取るとすぐ、キュー・マネジャは直ちにキ
ューの次の“プロセス外アクティブ”状態のキュー要素
のアドレスをそこに格納するか、またはその時点で使用
できる“プロセス外アクティブ”状態のキュー要素がな
い場合は、キューが空きであることをその中に示す。

【００５８】ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令を実行する
ための各ＣＰのマイクロコードには、位置１１の所定ア
ドレスがあり、これは、ＡＰＲＱの次に使用可能なＣＰ
アクセス可能アドレス、またはキューが一杯という指示
を格納する。詳細は図１０により述べられている。

【００５９】各ＰＴプロセサのマイクロコードは、位置
１２のアドレスを持ち、これはＡＰＲＱの次のＰＴアク
セス可能アドレス、またはキュー空きの指示を格納す
る。ＰＴプロセサは、ビジーでなければ即、次のＰＴア
クセス可能アドレスの位置１２を位置を調べ、次に実行
するページ転送ワークを取得する。こうしてすべてのＰ
Ｔプロセサが、並行してページ転送を実行するビジー状
態に保たれる。但し、これはＡＰＲＱにアクティブな
“プロセス外アクティブ”状態のキュー要素がある場合
に限られる。詳細は図１１により述べる。

【００６０】よってＣＰは、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求
を位置１２を介してＡＰＲＱに置き、ＰＴプロセサは、
位置１２を介してＡＰＲＱ内のアクティブ要素を処理す
る。ＡＰＲＱ内の“正常終了”状態の要素は、ＴＡＰＳ
命令がその要素にアクセスし、ＣＣ＝０応答を返すまで
は“使用可能”状態にセットされない。ＣＣ＝０応答
は、要求側ＣＰに、それが要求したページ転送が終了
し、ページが使用できることを示す。

【００６１】複数のオペレーティング・システム下の動
作 仮想計算機（ＶＭ）ソフトウェアはハイパーバイザ・オ
ペレーティング・システムを提供する。このシステムで
は、ゲストの仮想ＣＰが、Ｓ／３７０ ＳＩ命令を使用
してホストのオペレーティング・システム下で動作する
ことができる。ＳＩＥ命令下では、複数のオペレーティ
ング・システムが、ＩＢＭ３０９０コンピュータ・シス
テム等、同じＣＥＣ内で同時に動作する。同時オペレー
ティング・システムとしては、ＣＥＣのリソースのサブ
セットを使用する複数のＭＶＳ（多重仮想空間）等があ
る。これには、異なるオペレーティング・システムによ
るＣＰＵリソースの時分割使用も含まれる。オペレーテ
ィング・システムはホストといい、仮想ＣＰはゲストで
ある。広く用いられているハイパーバイザとしてはＩＢ
Ｍ ＰＲ／ＳＭシステムがある。（これはすべて従来か
らもある−米国特許出願第４８４３５４１号明細書参
照。）

【００６２】図８のＡＰＲＱ要素は各々、ホスト／ゲス
トを各キュー要素の現在の所有者と認識するリクエスタ
・タイプ（Ｈ／Ｇ）を含む。ＬＰＡＲ＃フィールドは、
ＰＲ／ＳＭシステム内のホスト／ゲストの区分番号を含
む。

【００６３】ゲスト／ホスト環境では、ＴＡＰＳ命令に
よるＡＰＲＱの探索は、トークン・フィールドの探索だ
けでなく、Ｈ／Ｇ、ＬＰＡＲ＃フィールドの探索も毎回
行なわれている。これにより、ホスト／ゲストのアクセ
スは、ホストまたはゲストの区分に関連するキュー要素
のみのアクセスに限られる。一致しない場合、ＣＣ＝３
がＴＡＰＳ命令のＣＰに返される。

【００６４】本発明は、ＶＭ環境（ＰＲ／ＳＭ ＣＥＣ
に複数のＳＩＥ命令がある場合等）で用いられることを
想定して特別の注意を払っている。これは、タイムスラ
イスの終わりでＣＰＵの区分を切り替えることが可能で
ある。タイムスライスの終わりは、非同期ページ転送が
終了する前の時間であり得る。集中型ＡＰＲＱは、区分
が同じ物理ＣＰまたは異なる物理ＣＰで再指定されるか
どうかに関係なく、ＴＡＰＳ命令の正常動作を保証す
る。

【００６５】ＣＰ、ＰＴプロセサの独立動作 ＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ、ＴＡＰＳ命令は、図９のＣＰの
何れによっても実行され、その際、ページ転送は（ＳＰ
ＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令によって開始される）、図９
のその何れのＥＳＣ内の何れのＰＴプロセサによっても
制御される。ＣＰはＮ個、図９のＰＴプロセサはＺ個、
ＭＳはＭ個である。ＭＳ当たりＭＳＣとＳＣが各々１個
ある。ほとんどの場合、ＰＴプロセサ数はＣＰよりもか
なり少ない。

【００６６】ＣＰ、ＰＴプロセサは互いに非同期に動作
する。実施例では１個のキュー（ＡＰＲＱ）が、ＣＰ、
ＰＴプロセサ間の独立動作を維持する。また１個のキュ
ー要素が、要求されたページ転送を実行する任意のＣ
Ｐ、任意のＰＴプロセサによって実行されたＳＰＩＮ／
ＳＰＯＵＴ命令間にバッファを提供する。

【００６７】作業項目は、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求
が、ＣＰによって実行されたＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令
によって、使用可能なキュー要素に書き込まれる時に、
キューに置かれる。また作業項目は、ＣＰによって実行
されたＴＡＰＳ命令が、要求されたページ転送の終了状
態がその要求側キュー要素によって示されることを検出
した時に、キューから除外される。ページ転送を実行し
たＰＴプロセサを、その要求側ＣＰに対して識別させる
必要はない。

【００６８】実施例では、すべてのＣＰが図８の１つの
キュー・インタフェース位置１１にアクセスして、各ペ
ージ転送要求の作業項目をＡＰＲＱに入力する。またす
べてのＰＴプロセサは、１つのキュー・インタフェース
位置１２にアクセスして、次のページ転送の作業項目を
ＡＰＲＱから取得する。

【００６９】各々のインタフェース位置１１または１２
は、ＣＰまたはＰＴプロセサによってアドレスについて
アクセスされている間に、一時的にロックされる。イン
タフェース位置は、ＣＰまたはＰＴプロセサによって更
新されるとすぐにアンロックされる。

【００７０】さらに位置１１が中央プロセサによってロ
ックされている時、位置１２はアンロックでき、どのＰ
Ｔプロセサもこれにアクセスできる。また位置１２がＰ
Ｔプロセサによってロックされている時は、どの中央プ
ロセサも位置１１にアクセスできる。インタフェース位
置１１か１２の何れかがロックされていれば、それをア
ドレスするキュー要素（ＱＥ）は、他のどのプロセサに
よってもアドレスされていない。

【００７１】このようにして、すべてのＰＴプロセサ、
すべてのＣＰの間で独立動作が維持される。

【００７２】ＴＡＰＳ命令は、（ＡＰＲＱが一杯の時を
除き）位置１１をロックしないため、１つのＣＰで実行
されるＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令と、別のＣＰで実
行されるＴＡＰＳ命令との間のロックの競合は最少であ
る。

【００７３】ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の動作（図１
０） 図１０は、図９のシステム内の各ＣＰのハードウェア／
マイクロコードの動作（ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令
を実行）を示す。システムのＣＰは互いに独立して動作
し、どのＣＰも、いつでも任意の命令を実行することが
できる。

【００７４】ＣＰインタフェース位置１１は、ステップ
５１ＡでＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令の実行開始時
に、要求側ＣＰによってロックされる。次に、要求側Ｃ
Ｐだけは、位置１１を更新すれば、命令処理時にエラー
の原因となる更新の間に他のＣＰとのキューの競合を防
ぐことができる。要求側ＣＰは、要求時点で位置１１が
ロックされているのを検出した場合、位置１１のロック
が解除されているのを検出するまで、要求を続けなけれ
ばならない。

【００７５】次のステップ５１は、現時点でロックされ
ているＣＰインタフェース位置１１のアドレスにアクセ
スし、そのアドレスを使用してキュー要素（ＱＥ）にア
クセスし、現在のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令が使用でき
るようにする。

【００７６】ステップ５２は、位置１１の内容を調べ、
“キュー一杯”の指示ではなくアドレスがあるかどうか
を判定する。“キュー一杯”の指示が検出された場合、
位置１１をアンロックするステップ５３ＡへのＮＯパス
が取られ、ステップ５３がＣＣ＝２を、現在のＣＰの条
件コード・レジスタにセットして、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵ
Ｔ命令の動作を終了させる。ＱＥアドレスが位置１１で
検出された場合、ステップ５４へのＹＥＳパスが取られ
る。その場合、ＣＰが情報をＱＥのフィールドのどれか
に書き込む（ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴでは各々ＯＰフ
ィールドの０または１、ページのＭＳアドレス、ページ
のＥＳアドレス、あるいはホストまたはゲストを示す０
または１がＨ／Ｇフィールドへ、またＣＰの現在の論理
区分番号がＬＰＡＲ＃フィールドへ）。

【００７７】ステップ５５は、時刻（ＴＯＤ）をトーク
ン・フィールドに６４ビット値としてコピーすることに
よってトークンを生成する。このトークンはまた、現在
のＣＰのＧＲ０、ＧＲ１の対にコピーされ、後続のＴＡ
ＰＳ命令によって用いられる。

【００７８】ステップ５６は、状態フィールドを０１と
示す（“プロセス外アクティブ”状態）。他の状態は
“使用可能”状態の００、“プロセス内アクティブ”状
態の１０、及び“正常終了”状態の１１である。

【００７９】ステップ５４、５５、または５６は、ロッ
クされたＱＥへの書き込みを目的に、順序通りにあるい
は同時に実行することができる。次にステップ５７がＣ
Ｃ＝０をセットする。

【００８０】ステップ５８は、キュー・マネジャ１（図
１３のＱＭ１）を呼び出して実行する。ＱＭ１は、実行
を終えると、これを呼び出したＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴプ
ロセスに返り、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令がその処理を
終える（ＥＯＰ）。キュー・マネジャ１による処理は、
ＡＰＲＱで、“使用可能”状態の別のＱＥを探索し、シ
ステム内のＣＰからの次のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求に
備えて、そのアドレスを位置１１に置く。このようにし
て、使用可能なＱＥを検出するためにキューの探索が事
前に行なわれるようになり、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴの実
行が遅くなることはない。

【００８１】ＰＴプロセサの動作（図１１） 図１１は、図９のシステムの各ＰＴ（ページ転送）プロ
セサが備えるハードウェア／マイクロコードの動作を示
す。図９のシステムのＰＴプロセサは、互いに、またＣ
Ｐから独立して動作する。ここで示すＡＰＲＱは、すべ
てのＰＴプロセサが互いに連続して動作するようにす
る。ＰＴプロセサは、ページ転送を終えるとすぐ、ＰＴ
インタフェース位置１２に戻り、別のページ転送作業項
目を取得する。この作業項目はＡＰＲＱ内のＱＥの“プ
ロセス外アクティブ”状態によって示される。ＡＰＲＱ
内で“プロセス外アクティブ”状態にあるＱＥがある限
り、アイドルになるＰＴプロセサはない。

【００８２】図９のシステムのＰＴプロセサは、ページ
転送を終えると、図１１のステップ６０に入り、ＰＴイ
ンタフェース位置１２のロック（ステップ６１Ａ）を実
行することによって、次の作業項目を取得しようとす
る。次にステップ６１は位置１２のアドレスを使用し
て、“プロセス外アクティブ”状態のキュー要素（Ｑ
Ｅ）にアクセスする。但し、位置１２に“キュー空き”
の指示があれば（かかるＱＥがＡＰＲＱに存在しない）
その限りではない。ステップ６２は位置１２の内容を調
べる。“キュー空き”指示が検出されると、ＮＯパスが
取られてステップ６１が戻り、ＰＴプロセサがステップ
６１にループ・バックする（後続のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵ
Ｔ命令の実行によって“プロセス外アクティブ”ＱＥが
キューに置かれ、図１４のキュー・マネジャ２がＱＥア
ドレスを位置１２に置くまで）。

【００８３】ステップ６２が位置１２にＱＥアドレスを
検出した場合は、ＹＥＳパスを通してステップ６３が取
られる。ステップ６３では、ＱＥの状態フィールドが変
更される。これは“プロセス内アクティブ”状態を表わ
す状態コード１０のＱＥへの書き込みによる。

【００８４】次に図１４のキュー・マネジャ２（ＱＭ
２）がステップ６４によって呼び出される。ステップ６
４は実行されて、図１１のプロセスの、呼び出し命令に
続く命令に戻る。ＱＭ２プロセスは位置１２のアドレス
を、“プロセス外アクティブ”状態を持つか、または
“キュー空き”指示のある別のＱＥのアドレスに置き換
える。

【００８５】次にＰＴプロセサがステップ６５を実行し
て、取得されたＱＥによって要求されたページ転送を開
始する。ステップ６６はページ転送の終了を制御する。
ステップ６５、６６は普通、図１１の他のステップの実
行に比べてかなりの時間がかかる。

【００８６】次のステップ６７はエラーが生じたかどう
かを調べる。エラーがなければステップ６８へのＮＯパ
スが取られ、ステップ６８がＱＥの状態フィールドを変
更するために、それを“正常終了”状態（１１）とす
る。この状態は後続のＴＡＰＳ命令によって調べられ
る。ステップ６８を実行して他のプロセサとの競合を防
ぐために、コンペア・スワップ式の命令が用いられる。

【００８７】次にステップ６８がＰＴプロセスの先頭に
ループし、再び位置１２で別の作業項目を調べるため
に、そこから別の“プロセス外アクティブ”のＱＥアド
レスを取得する。

【００８８】ステップ６７がエラー条件を検出した場合
（ページ転送動作の異常終了の原因となる条件を含
む）、ステップ７１ＡへのＹＥＳパスが取られ、位置１
１がロックされる。次にステップ７１がＱＥを無効にす
るために、その状態フィールドを変更する。これは“使
用可能”状態コード００（ＱＥの内容が無効であること
を示す）による。ステップ７１を実行して他のプロセサ
との競合を防ぐために、コンペア・スワップ式の命令が
用いられる。

【００８９】次にステップ７２は、位置１１に“キュー
一杯”の指示があるかどうかを調べる。なければページ
転送処理が終了し、ステップ７２が位置１１をアンロッ
クし、図１１のプロセスの先頭に戻る。これでＰＴプロ
セサがその次の作業項目を取得できる。

【００９０】しかしステップ７２が“キュー一杯”の指
示を検出した場合は、ステップ７３へのＹＥＳパスが取
られ、図１３のＱＭ１が呼び出されて、インタフェース
位置１１にある“キュー一杯”の指示が別のＱＥと置き
換えられる。このＱＥは、ステップ７１で使用可能にな
ったＱＥであり得る。ＱＭ１プロセスは、終了後、ステ
ップ７３で出された呼び出しに続くＰＴプロセスの命令
に戻り、ＰＴプロセスはその先頭６０（図１１）にルー
プ・バックして、その次の作業項目を取得するために、
位置１２から別の“プロセス外アクティブ”のＱＥアド
レスを得る。

【００９１】ＴＡＰＳ命令の動作（図１２） 図１２は、図９のシステム内の各ＣＰのハードウェア／
マイクロコードの、ＴＡＰＳ（非同期ページング状態検
査）を実行する動作を示す。システムのＣＰは互いに独
立に動作し、どのＣＰも、いつでも任意のＴＡＰＳ命令
を実行することができる。システム内のＣＰは、ステッ
プ７４によって、そのＧＲ０、１のトークンにアクセス
してＴＡＰＳ命令を開始する。トークンはその前のＳＰ
ＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令の実行によってＧＲ０、１に置か
れたものである。トークンがＧＲ０、１から除外されて
いた場合、ＴＡＰＳ命令の実行前にセーブされた位置か
らそのトークンを復元しなければならない。

【００９２】次のステップ７５は、図８のＡＰＲＱを調
べて、トークン・フィールドがＧＲ０、１内のそのトー
クンに一致するキュー要素を見つける。また、システム
がＳＩＥ命令環境で動作している場合は、Ｈ／ＧとＬＰ
ＡＲ＃フィールドも、ＴＡＰＳを実行するＣＰ上の現在
のプログラムのそれらのパラメータと一致しなければな
らない。

【００９３】ステップ７６はＡＰＲＱに一致があるかど
うかを検出する。なければステップ７７へのＮＯパスが
取られ、ＴＡＰＳ命令についてＣＣ＝３がセットされ、
プロセスの終わり（ＥＯＰ）になり、ＴＡＰＳ命令の実
行が終了する。

【００９４】ステップ７６がＡＰＲＱに一致を検出する
と、ステップ７８ＡへのＹＥＳパスが取られ、ステップ
７８Ａが、一致したＱＥの状態フィールドが状態コード
００（“使用可能”状態）かどうかをチェックする。

【００９５】検出されたＱＥが使用可能状態なら、ステ
ップ７７へのＹＥＳパスが取られ、ＴＡＰＳ命令につい
てＣＣ＝３がセットされ、プロセスの終わり（ＥＯＰ）
になる。

【００９６】ステップ７８Ａが、ＱＥが“使用可能”状
態にないことを検出すると、ステップ７８ＢへのＮＯパ
スが取られ、ステップ７８Ｂは、一致したＱＥの状態フ
ィールドに状態コード１１（“正常終了”状態）がある
かどうかを調べる。

【００９７】検出されたＱＥが終了状態であれば、ステ
ップ７９へのＹＥＳパスが取られ、現在のＣＰの条件コ
ード・レジスタにＣＣ＝０が書き込まれる。ステップ８
０Ａは位置１１をロックする。次にステップ８０は、Ｑ
Ｅの状態フィールドに値００を書き込むことによって、
ＱＥを使用可能と示す。

【００９８】これによりＴＡＰＳ命令の実行が有効に終
了する。次にステップ８１は、位置１１に“キュー一
杯”の指示があるかどうかをチェックする。なければス
テップ８６Ａが位置１１をアンロックし、ＴＡＰＳ命令
の処理の終わり（ＥＯＰ）８６になる。ステップ８１が
“キュー一杯”の指示を検出した場合、ステップ８２が
取られて図１３のＱＭ１が呼び出され、インタフェース
位置にある“キュー一杯”の指示が別のＱＥと置き換え
られる。このＱＥは、ステップ８０で使用可能になった
ＱＥであり得る。ＱＭ１のプロセスはＴＡＰＳ ＥＯＰ
８６に戻る。

【００９９】終了状態がステップ７８Ｂで検出されなか
った場合、ＱＥはなお“アクティブ”状態にあり、ステ
ップ７８Ｂからステップ８３へのＮＯパスが取られ、ス
テップ８３が、一致したＱＥの機能コード（ＦＣ）フィ
ールドを調べる。ＦＣフィールドの値は０または１で、
上述のように、“検査ＴＡＰＳ”または“待ちＴＡＰ
Ｓ”という命令の形式を表わす。

【０１００】ＦＣ＝０なら、ＴＡＰＳ検査パスからステ
ップ８４へのパスが取られ、ＴＡＰＳ命令に対してＣＣ
＝２がセットされて、一致したＱＥがまだ“アクティ
ブ”状態（“プロセス外アクティブ”または“プロセス
内アクティブ”）にあることが示される。ＴＡＰＳ命令
は後に再発行し、ページ転送が“終了”状態になったか
どうかを判定しなければならない。

【０１０１】ＦＣ＝１の場合、ＴＡＰＳ待ちパスからス
テップ８７へのパスが取られ、処理は、使用可能状態ま
たは終了状態の発生を再検査するプロセス内のステップ
７８Ａにループ・バックする。ループの処理は、“待
ち”ＴＡＰＳ命令に対して同期方式の実行を続ける。こ
の命令の待ち時間は、そのページ転送の終了が指示され
るまで引き伸ばされる。

【０１０２】キュー・マネジャ１の動作（図１３） 図１３は、ＣＰインタフェース位置１１の使用可能なＱ
Ｅのアドレスを維持しておくための、図９のシステムの
ハードウェア／マイクロコードの動作を示す。システム
内のすべてのＣＰは、使用可能なＱＥのアドレスを位置
１１で連続的に使用できるため、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ
命令の実行から低速の探索プロセスをなくすことによっ
て、それらの命令の実行速度を上げることができる。す
なわち探索は、キュー・マネジャが実行することによっ
てＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ要求ごとに進む。

【０１０３】そこで、ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴまたはＴＡ
ＰＳ命令からの呼び出しによって、キュー・マネジャの
ステップ９０が取られる。この時、ステップ９１はＡＰ
ＲＱの“使用可能”状態にあるＱＥを探索する。

【０１０４】探索で、状態フィールド内の“使用可能”
値００を持つ最初のＱＥが検出される。次にステップ９
３が取られ、検出されたＱＥのアドレスが位置１１に書
き込まれる。（ＡＰＲＱ内のＱＥの順序は任意であり、
ＡＰＲＱで使用するＱＥの個数も任意である。但し、シ
ステム内の作業項目の流れを間断なく維持するためには
最小個数にする必要がある。）

【０１０５】ステップ９３からステップ９３Ａが取ら
れ、位置１１がアンロックされ、キュー・マネジャ１の
プロセスがＥＯＰステップで終了する。

【０１０６】しかし探索で、“使用可能”状態にあるＱ
Ｅが検出されなかった場合、ステップ９１からステップ
９２へ“ＱＥ未検出”パスが取られ、ステップ９２が
“キュー一杯”の指示を位置１１に書き込む。“キュー
一杯”の指示は、現時点で使用可能なＱＥがＡＰＲＱに
存在しないことを示す。これはすべてのＱＥが他の動作
状態（ビジー）にあり、この状態がほとんどの場合、２
つの“アクティブ”状態を含むからである。但し、“正
常終了”状態も加えることができる（この状態は、ＴＡ
ＰＳ命令の実行を待って“使用可能”状態に変更され
る）。次にステップ９２からステップ９３Ａが取られて
位置１１がアンロックされる。

【０１０７】最後にＱＭ１は、図１０、図１１、または
図１２で命令を呼び出したプロセスのその命令に戻って
終了する。

【０１０８】キュー・マネジャ２の動作（図１４） 図１４は、ＰＴプロセサ・インタフェース位置１２内の
“プロセス外アクティブ”ＱＥのアドレスを間断なく維
持するための、図９のシステムのハードウェア／マイク
ロコードの動作を示す。

【０１０９】システムのすべてのＰＴプロセサは、位置
１２の使用可能なＱＥを連続的に使用できるため、実行
するページ転送の回数を増やすことができる。キュー・
マネジャ２により、ＰＴプロセサが、実行する作業のた
めのＡＰＲＱを探索する必要はなくなる。これは、先に
実行された探索の結果によって、位置１２の使用可能な
ＱＥのアドレスを要求側ＰＴプロセサに示すことによ
る。

【０１１０】ステップ９５で、システムのＰＴプロセサ
のうち何れもキュー・マネジャ２を起動できる。ステッ
プ９６は、ＡＰＲＱで、“プロセス外アクティブ”状態
にあるＱＥを探索する。

【０１１１】探索で、状態フィールドに“プロセス外ア
クティブ”コード０１を持つ最初のＱＥが検出される。
次にステップ９８が取られ、検出されたＱＥのアドレス
が位置１２に書き込まれる。

【０１１２】ステップ９８からステップ９８Ａが取ら
れ、位置１２がアンロックされる。ステップ９９では、
キュー・マネジャ２のプロセスが、ＱＭ２を呼び出した
命令の後の命令に戻る。

【０１１３】しかしステップ９６の検索で、“プロセス
外アクティブ”状態を持つＱＥが検出されなかった場
合、ステップ９６からステップ９７へ“ＱＥ未検出”パ
スが取られ、ステップ９７が“キュー空き”の指示を位
置１２に書き込む。“キュー空き”の指示は、要求され
た状態を持つ使用可能なＱＥが現時点でＡＰＲＱに存在
しないことを示す。次にステップ９７から９８Ａが取ら
れて位置１２がアンロックされる。

【０１１４】最後にステップ９９がＱＭ２プロセスを終
えるため、図１２の処理のなかでこれを呼び出したルー
チンに戻る。

【０１１５】複数の非同期ページ転送 上述のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令処理は１命令で１ペー
ジを転送する。したがってページを転送するごとに別の
ＳＰＩＮまたはＳＰＯＵＴ命令が必要である。ループ・
プログラムが１つあれば、複数のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ
命令を制御してＮ個のページを転送することができる。

【０１１６】図３は、複数のＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ命令
を示す（ＭＳＰＩＮ、ＭＳＰＯＵＴと略記）。ＭＳＰＩ
Ｎ、ＭＳＰＯＵＴ命令は各々、ＭＳ、ＥＳ内の連続した
ページ・アドレスに置かれたＮ個のページの転送を示す
フィールドＮを含む。ＭＳＰＩＮ／ＭＳＰＯＵＴ命令は
また、ＭＳ内の連続したページのうち最初のページのア
ドレスが置かれるオペランドＲ１と、ＥＳ内の連続した
ページのうち最初のページのアドレスが置かれるオペラ
ンドＲ２を持つ。

【０１１７】ＭＳＰＩＮ、ＭＳＰＯＵＴ命令の動作を制
御するために、図８のＡＰＲＱと図１０ないし図１４の
プロセスに変更を加える場合、図８のＡＰＲＱのＱＥに
フィールドＮが追加される。

【０１１８】ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命令を実行する図１
０のプロセスは、わずかな変更でＭＳＰＩＮ／ＭＳＰＯ
ＵＴ命令にも適用できる。命令オペランドからの値Ｎ
を、アクセスされたＱＥ内に追加されたフィールドＮに
も書き込むためにはステップ５４を変更することによっ
て可能である。

【０１１９】ＰＴプロセスのための図１１のプロセス
は、ステップ６５、６６で、１ページではなくＮ個のペ
ージを転送する。ＰＴプロセスは、Ｎ個のページがすべ
て転送されるまでは“終了”状態にならない。

【０１２０】ＴＡＰＳプロセスのための図１１のプロセ
スは変更なしに用いられる。但し、オーバラップ可能性
が変わり、ＴＡＰＳ命令は、複数のページの転送が予測
される頃に発行するのが望ましい。これにより連続オー
バラップ可能性（時間）が最大になる。このオーバラッ
プ時間の間、次の複数のページの転送をセットアップす
る命令を含めて、どの命令も実行することができる。

【０１２１】図１３、図１４のキュー・マネジャのプロ
セスも変更なしに使用できる。

【０１２２】その他 ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ、ＴＡＰＳ命令の動作をサポート
するために特殊命令を与えることもできる。例えば、キ
ュー・クリア命令を与えれば、どのキュー要素でも状態
フィールドを使用可能状態（００）にセットし、ＰＴプ
ロセサのプロセスの動作をリセットすることで、図８の
キューをリセット（クリア）することができる。

【０１２３】さらにまた、ＳＰＩＮ、ＳＰＯＵＴ、また
はＴＡＰＳ命令の実行開始時に、タイムアウトを開始す
ることもできる。これは、タイムアウトが発生する場合
は、キュー要素をすべて使用可能状態にリセット（クリ
ア）することによる。これにより、実行プロセスの間
に、キューが一杯になって次のＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ命
令を処理できない等、何らかの障害が発生した場合、あ
るいは実行等に影響を与えるハードウェア障害がシステ
ム内に発生した場合に、システムの回復を保証できる。

【０１２４】

【発明の効果】本発明の非同期ページ転送機構を用いる
ことによって、非同期ページ転送を制御するためのプロ
グラムの割込みが不要となるため、ページ転送と他のＣ
ＰＵ命令の実行をオーバラップさせることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ページイン開始（ＳＰＩＮ）命令とその一般動
作を表わす図である。

【図２】ページアウト開始（ＳＰＯＵＴ）命令とその一
般動作を表わす図である。

【図３】アドレスの連続したＮ個のページ（実アドレス
または仮想アドレス）を転送するＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ
命令を表わす図である。

【図４】非同期ページング状態検査（ＴＡＰＳ）命令を
表わす図である。

【図５】本発明の分割ページング例の動作に用いられる
４つの状態を示す図である。

【図６】従来の同期ページング動作と本発明の非同期分
割ページング動作を比較したタイミングチャートであ
る。

【図７】従来の直列同期ページング動作と本発明のオー
バラップ非同期ページング動作を比較したタイミングチ
ャートである。

【図８】実施例に用いられる非同期ページング要求キュ
ー（ＡＰＲＱ）を表わす図である。

【図９】複数の中央プロセサ（ＣＰ）、主記憶アレイ
（ＭＳ）と主記憶コントローラを備えるシステム・コン
トローラ（ＳＣ）、及び拡張記憶アレイ（ＥＳ）を備え
る拡張記憶コントローラ（ＥＳＣ）を含む中央複合電子
装置（ＣＥＣ）を表わす図である。

【図１０】図９に示したＣＰによるＳＰＩＮとＳＰＯＵ
Ｔの命令の実行例をステップごとに示した流れ図であ
る。

【図１１】図９のＥＳとＭＳとの間のページの転送を制
御するために、図９のＥＳＣに置かれたページ転送（Ｐ
Ｔ）プロセサに用いられる実施例をステップごとに示し
た流れ図である。

【図１２】図９に示したＣＰによるＴＡＰＳ命令の実行
例をステップごとに示した流れ図である。

【図１３】図９に示したＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴの実施例
に用いられる第１キュー・マネジャの動作ステップを示
した流れ図である。

【図１４】図９に示したＰＴプロセサの実施例に用いら
れる第２キュー・マネジャの動作ステップを示した流れ
図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 リチャード・ジョン・シュマルツ アメリカ合衆国ニューヨーク州、ワッピン ガーズ・フォールズ、エッジ・ヒル・ドラ イブ ７番地 (72)発明者 ロナルド・モートン・スミス、シニア アメリカ合衆国ニューヨーク州、ワッピン ガーズ・フォールズ、シダー・ミル・ルー プ 15番地 (72)発明者 スーザン・バーバラ・スティルマン アメリカ合衆国ニューヨーク州、ポキプ シ、スタウト・コート ３−11番地

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】コンピュータ・システムによって用いられ
   る２つの異なる物理メディア間のデータのブロック（ペ
   ージ）の転送をプログラムによって制御する方法であっ
   て、 第１プロセサ上で動作するプログラムによって開始命令
   （ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ）を発行する第１の発行ステッ
   プと、 ある電子メディア内の位置から別の電子メディア内の位
   置へのブロックの転送を第２プロセサが非同期に開始で
   きるように、上記開始命令の情報を格納するステップ
   と、 上記情報を持つブロック転送の現在状態を取得するため
   に、使用可能なプロセサ上で動作するプログラムによっ
   て、関連する開始命令の検査命令（ＴＡＰＳ）を発行す
   る第２の発行ステップと、 上記現在状態を、上記検査命令を実行するプロセサに通
   知するステップとを含む、 データ・ブロック転送制御方法。
2. 【請求項２】請求項１記載のコンピュータ・システムに
   於いてデータのブロック（ページ）を転送する方法であ
   って、上記格納ステップが、 関連する開始命令からの上記情報をキュー手段に格納
   し、上記第２プロセサによって該キュー手段にアクセス
   して、該情報を取得し、上記２つのメディア内の位置間
   でブロック転送を開始するステップを含む、 データ・ブロック転送制御方法。
3. 【請求項３】請求項１記載のコンピュータ・システムに
   於いてデータのブロック（ページ）を転送する方法であ
   って、 揮発性メディアと不揮発性メディアを上記２つの異なる
   物理メディアとする、 データ・ブロック転送制御方法。
4. 【請求項４】請求項３記載のコンピュータ・システムに
   於いてデータのブロック（ページ）を転送する方法であ
   って、 上記揮発性メディアと不揮発性メディアとの間のブロッ
   ク転送が上記第２プロセサによって制御されている間
   に、ファイル転送プログラムの実行をオーバラップさせ
   るために、上記第１の発行ステップと第２の発行ステッ
   プとの間に該ファイル転送プログラムを実行するステッ
   プを含む、 データ・ブロック転送制御方法。
5. 【請求項５】請求項１記載のコンピュータ・システムに
   於いてデータのブロック（ページ）を転送する方法であ
   って、 上記プログラムによって要求された各ブロック（ペー
   ジ）の転送のための情報を持つ開始命令を発行するステ
   ップと、 上記プログラム内の命令の実行を、要求された各ブロッ
   クの転送とオーバラップさせるステップと、 要求された各ブロック転送の終了を、関連する開始命令
   の発行に続くオーバラップした複数の命令の実行後に上
   記検査命令を使用することによって、検査するステップ
   とを含む、 データ・ブロック転送制御方法。
6. 【請求項６】コンピュータ・システムによって用いられ
   る２つの異なる電子メディア間で、データの各ブロック
   （ページ）の非同期転送を実現しようとする際に、プロ
   グラムの介在を分割する方法であって、 ページ転送を要求するために、（複数の中央プロセサの
   うち）任意の中央プロセサ上のプログラムによって開始
   命令（ＳＰＩＮ／ＳＰＯＵＴ）を実行する第１の実行ス
   テップと、 上記開始命令からの情報を、使用可能なキュー要素に格
   納し、該キュー要素の状態をプロセス外アクティブ状態
   に変えるステップと、 第１メディアと第２メディアとの間で、何れかの方向に
   データのブロックを転送するために、ページ転送（Ｐ
   Ｔ）プロセサによってプロセス外アクティブ状態にある
   キュー要素にアクセスするステップと、 関連するキュー要素にアクセスするために、使用可能な
   中央プロセサ上のプログラムによって検査命令（ＴＡＰ
   Ｓ）を実行する第２の実行ステップと、 上記関連するキュー要素に示されたブロック転送の状態
   を、上記検査命令を実行する中央プロセサに通知するス
   テップとを含む、 方法。
7. 【請求項７】データの各ブロック（ページ）の非同期転
   送を実現する際にプログラムの介在を分割する請求項６
   記載の方法であって、第２の実行ステップが、 トークンを取得している先に実行された検査命令に関連
   したキュー要素を検出するために、複数のキュー要素内
   のトークン・フィールドを探索するステップを含む、 方法。
8. 【請求項８】データの各ブロック（ページ）の非同期転
   送を実現する際にプログラムの介在を分割する請求項７
   記載の方法であって、 複数のＰＴプロセサを備えるステップと、 第１メディアと第２メディアとの間で、各ＰＴプロセサ
   がブロックを何れかの方向に転送するために、各ＰＴプ
   ロセサによってプロセス外アクティブ状態にあるキュー
   要素にアクセスするステップと、 上記ＰＴプロセサの１つによってブロック転送が終了し
   た時に、関連するキュー要素の終了状態を指示するステ
   ップとを含む、 方法。
9. 【請求項９】データの各ブロック（ページ）の非同期転
   送を実現する際にプログラムの介在を分割する請求項６
   記載の方法であって、 ページ転送要求の情報を格納するのに使用できるキュー
   要素のアドレスを取得するために、すべての中央プロセ
   サ（ＣＰ）にアクセスできるＣＰインタフェース位置
   と、ページ転送（ＰＴ）プロセサに作業要求を与えるた
   めに、ページ転送の情報を含むキュー要素のアドレスが
   与えられるように、該ＰＴプロセサにアクセスできるＰ
   Ｔプロセサ・インタフェース位置とを提供するステップ
   と、 使用可能なキュー要素を検出し、そのアドレスを、上記
   ＣＰインタフェース位置がＣＰによってアクセスされた
   後に該位置に書き込むために、第１キュー・マネジャを
   実行し、プロセス外アクティブ状態にあるキュー要素を
   検出するために第２キュー・マネジャを実行するステッ
   プと、 上記ＰＴプロセサ・インタフェース位置が上記ＰＴプロ
   セサによってアクセスされた後に、上記キュー要素のア
   ドレスを該位置に書き込むステップとを含む、 方法。