JPH05210524A - 記憶装置管理方法、コンピュータシステム及びコンピュータシステムで使用するための製造物品 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 リリースがシステムのゲストプログラムによ
って要求された後、システムによって実際のページのリ
リースを遅延することによって保留ページリリース状態
になるコンピュータシステムの仮想記憶装置のページを
管理する。 【構成】 保留ページリリースが設定されることによっ
て、保留ページリリースのログ内にエントリが生じら
れ、ゲストに割り当てられるページを残す。システムは
いつでもログ内のページをリリースすることができ、バ
ッチページリリースの実行が可能とされる。ゲストは保
留ページリリースの取消しを要求することができ、その
場合、要求されたページはシステムによってまだ要求さ
れていないと、ゲストによる再使用のためにログから除
去される。システムは保留ページを従来的にリリースす
るために保留ページリリース要求のログを処理する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はディジタルコンピュータ
システムに係り、詳細には、オペレーティングシステム
ソフトウェアによって実行される仮想記憶装置管理に関
する。

【０００２】

【従来の技術】今日、多くのディジタルコンピュータシ
ステムでは仮想記憶装置が使用されており、これは一般
には固定サイズ（例えば、４、０９６バイト）のページ
と称される要素に細分される。仮想ページの内容は、中
央処理装置（ＣＰＵ）によるアクセスを可能にするため
に主記憶装置に存在する必要がある。

【０００３】システム記憶装置マネジャー（ＳＳＭ）
は、仮想記憶装置の内容を主記憶装置内へと進め、新し
い（空）ページが照合されるべき時に主記憶装置のフレ
ームを提供且つクリアする義務のあるシステムの構成要
素である。複数の記憶装置のタイプを備えたシステムで
は、ＳＳＭが仮想ページ内容のマイグレーション（移
行）をその記憶階層を介して管理し、この記憶階層には
追加の電子記憶装置（例えば、拡張記憶装置）や、補助
記憶装置（例えば、ＤＡＳＤとしても知られるディスク
記憶装置）が含まれることもある。このマイグレーショ
ンが必要とされるのは、システム上の仮想記憶装置の全
体容量が通常の場合に主記憶装置の容量よりもはるかに
大きいという理由によるものである。実際に、記憶階層
の最終（最低速度）レベルのみが仮想記憶のすべてを含
むのに十分大きなものであるということが普通である。

【０００４】仮想記憶装置を備えたコンピュータシステ
ムでは、仮想ページの内容が、先のトランザクションに
は必要とされるが、但し次のトランザクションとは関係
のないデータ又は論理を表わすような時にはそれら内容
は使用不適になることが多い。ページの内容が使用不適
であることをＳＳＭが感知していない場合、ＳＳＭはそ
のページを主記憶装置に保存するか又はそのページを記
憶階層の別のレベルに移行させるかの何れか一方によっ
てこれら内容を保存しなければならない。マルチレベル
の記憶階層を備えたシステムでは、ページがアイドル状
態である間はその内容はより緩慢なレベルへと移行され
ることもある。一方、ＳＳＭによって内容が使用不適で
あることが感知されると、ＳＳＭはその内容を保存する
ことなく記憶をリリースすることができ、これによって
マイグレーションを回避する。

【０００５】多くの従来技術システムは、使用不適ペー
ジを識別する方法をもたない。この無視によって、ＳＳ
Ｍが記憶階層の種々のレベルを介して使用不適データを
移行し続けると、ＳＳＭの一部に不要なチャーニングを
引き起こす結果となる。さらに、ページはそれらが存在
する階層の（１つ又は複数の）レベルがたとえどのよう
なものでも資源（例えば、主記憶装置、拡張記憶装置）
を取り上げ続ける。

【０００６】これらの問題に取り組むために、従来技術
システムの中には、使用不適ページをＳＳＭに対し識別
するためのページリリース機能を実行してきたものもあ
る。このシステムの構成要素は仮想記憶環境において作
動し、そして使用不適ページをＳＳＭに対し識別するこ
とができる。この構成要素は一般には、ユーザプログラ
ムの一部であり、ユーザ記憶装置マネジャー（ＵＭＭ）
と称される。このＵＭＭは使用不適ページをＳＳＭに対
して識別し、ＳＳＭは次に対応付けられる記憶資源を直
ちに再利用する。

【０００７】かかる公知の従来技術のページリリースシ
ステムには、下に挙げられるような欠点がある。

【０００８】１．システムが、元のリリース要求の時に
十分とされるよりも多くの記憶を有するとはいえ、すべ
てのページはその要求時にリリースされなければならな
い。ＳＳＭは、オーナーがその間にページを再使用し始
めることがあるために、記憶に対するシステム要求が増
加するまでそのリリースを延期することはできない。

【０００９】２．主記憶ページが変換索引バッファ（Ｔ
ＬＢ）を使用するＩＢＭエンタープライズシステムズ・
アーキテクチャ／３７０（ＥＳＡ／３７０）（ＩＢＭ社
の商標）などのシステムにおいてリリースされると、各
ＴＬＢエントリは制御をユーザに戻す前に無効にされな
ければならない。ＳＳＭは、全体のＴＬＢ又は主記憶が
リリースされているページについての個別のエントリの
みをパージすることがある。全体のＴＬＢをパージする
ことは、各ページが続いて照合される最初の時に完全な
変換を要求するという欠点を有する。個別のエントリを
パージすることは、機器構成内の各ＣＰＵへの通信及び
各ＣＰＵからの応答を待機する無効ページテーブルエン
トリ（ＩＰＴＥ）命令の使用を必要とする。６ウェイ方
式のシステムの場合、この結果、他のＣＰＵでの干渉と
同様に、命令を発信するＣＰＵにおいて非常に長い間命
令を実行することになる（平均命令は２００回まで）。
この変換索引バッファ（ＴＬＢ）に関して更に詳細に
は、ＩＢＭエンタープライズシステムズ・アーキテクチ
ャ／３７０操作の原理において見ることもできる。

【００１０】３．現要求について識別されたこれらのペ
ージについてのみ実行され得る。このため、多重ページ
リリース要求のバッチングは不可能である。アドレス空
間の位置及び直列化ならびに必須のハウスキーピングは
各ページリリースごとに実行される必要がある。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、少な
くとも一つがアプリケーションプログラム等のシステム
のユーザ又はゲストオペレーティングシステムに割り当
てられるページ等の複数の記憶装置を有するコンピュー
タ仮想記憶装置管理システムにバッチリリースを提供す
ることである。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の一実施例は、少
なくとも一つがアプリケーションプログラム等のシステ
ムのユーザ又はゲストオペレーティングシステムに割り
当てられるページ等の複数の記憶装置を有するコンピュ
ータ仮想記憶装置管理システムにバッチ（一括）リリー
スを提供するための方法である。仮想記憶のページを備
えたこの方法を用いることによって、ユーザは第１のペ
ージのリリースを要求し、これによってシステムに対し
そのページを使用不適として、またリリースについて準
備のできたものとして識別することになる。次に、シス
テムはその要求を許可し、第１のページを保留リリース
状態に配置するが、一方、そのページの実際のリリース
を延期する。ユーザは再びページ、この時は第２のペー
ジ、リリースを要求し、システムはその要求を許可し、
第２のページを保留リリース状態に配置する。最後に、
システムは保留リリース状態にあるページをリリースす
ることを決定し、そしてそれらページをバッチでリリー
スし続ける。

【００１３】本発明のもう一つの実施例は、システムの
ユーザに割り当てることのできる複数の記憶装置（ペー
ジ等）を含むコンピュータシステムにおいて示される。
好ましくはホストオペレーティングシステムにおける記
憶装置マネジャーの一部である第１のプログラムモジュ
ールは、ユーザに割り当てられる第１とその次の記憶装
置を保留リリース状態に連続的に配置する第１のモジュ
ールを含む。さらにシステムは、保留リリース状態にあ
る記憶装置を実際にリリースするための第２のモジュー
ルを含む。

【００１４】本発明のさらに別の実施例は、好ましくは
事前記録コンピュータプログラム製品である製造物品に
関する。この製造物品は、コンピュータシステムで実行
可能なコンピュータプログラムを記録するための磁気テ
ープ等の記録媒体を含む。コンピュータシステムは、ユ
ーザへの割り当てとユーザからのリリースが可能である
複数の記憶装置（ページ等）を有することになる。本発
明を具体化する２個のプログラムモジュールは媒体に記
録されて、システム上で実行可能である。第１のモジュ
ールはユーザの要求時に記憶装置を保留リリース状態に
連続的に配置する。第２のモジュールは保留リリース状
態にある記憶装置をリリースする。

【００１５】擬似コードフラグメントは、本発明の好ま
しい実施例を実行するためのプログラムモジュールを表
わすために図中に示されている。擬似コードは、プログ
ラムモジュールのデザインと動作を当業者である読者に
説明するための最も容易に理解できる普遍的方法を提供
するものである。この擬似コードが直接解釈されたり、
又はコンパイルされることが出来ないが、一方、読者の
好ましいプログラミング言語に変換される必要があるこ
とは当然理解されるだろう。

【００１６】

【実施例】序文 本発明のバッチページリリース（ＢＰＲ）動作は、保留
リリース状態に配置するためにシステムに１つ又は複数
の使用不適ページのグループをユーザが連続的に識別す
るための手段を提供する。システムは、保留リリース状
態のページをリリースすることを延期し、システムがそ
のページを直ちにリリースするように強制することでは
なく、システムの必要性がかかるリリースを指示するよ
うな時にこれらページを実際にリリースする。

【００１７】バッチページリリース（ＢＰＲ）がすべて
の従来技術のページリリースシステムに適用され得る一
方、保留ページリリースと題する関連アメリカ特許出願
に述べられ且つ請求される保留ページリリース発明と組
み合わされて具体化されることが好ましい。

【００１８】実施の背景 他の仮想記憶環境に適用可能とされる一方、本発明の好
ましい実施例の詳細な説明は、仮想マシン／拡張システ
ム・アーキテクチャ（ＶＭ／ＥＳＡ）環境において設定
される。図１に示されるように、ＶＭ／ＥＳＡシステム
１０はＶＭ／ＥＳＡソフトウェア及び実（即ち、物理）
システム３７０／ＥＳＡマシン１２を含む。ＶＭ／ＥＳ
Ａソフトウェアはさらに、ＶＭ／ＥＳＡ制御プログラム
（ＣＰ）１４とＶＭ／ＥＳＡ対話型監視システム（ＣＭ
Ｓ）１６に区分される。ＣＰ１４は、実ハードウェア複
合体と機能的に同等のものである仮想マシン１８を作成
及び維持するために共用、分割、シミュレーション及び
専用の技術を用いてハードウェア機器構成を管理する。
ＣＭＳ１６は仮想マシンにおいて作動し、会話的計算機
構のプラットフォームを提供する。

【００１９】ＶＭ／ＥＳＡ仮想マシン１８で作動するユ
ーザ（プログラム）はゲストと称せられ、一方、実マシ
ン１２上で作動する制御プログラム（ＣＰ）１４はホス
トと称せられ、本発明のシステムの機能を実行する。ゲ
ストプログラムを呼び出すために、ＣＰは対話型実行と
称せられるハードウェア機能を使用する。これによっ
て、仮想マシンのアーキテクチャを顧慮し、且つ実マシ
ンをゲストから保護する特別の環境においてゲストの命
令が実行され得ることになる。対話型実行モードを入力
し、ゲストプログラムを呼び出すために用いられる実際
の命令は、スタート対話型実行（ＳＩＥ）である。

【００２０】ＣＭＳ１６についてのユーザ記憶装置マネ
ジャー（ＵＭＭ）は、ＣＭＳ記憶装置マネジャー（ＣＭ
ＳＳＭ）２０である。ＣＭＳ仮想マシンにおいて作動す
るプログラムは、それらがＣＭＳＳＭへの要求を介して
（制御ブロック、作業エリア、プログラムローディング
等）について必要とする記憶を得る。これらのプログラ
ムが記憶をそれ以上は必要としない場合、これらプログ
ラムはそれをＣＭＳＳＭに戻す。

【００２１】ＶＭ／ＥＳＡシステム１０内のシステム記
憶装置マネジャー（ＳＳＭ）は、ＶＭ／ＥＳＡ制御プロ
グラム（ＣＰ）１４の実記憶装置管理構成要素（ＣＰＲ
ＳＭ）２２と、４キロバイト境界上の４キロバイトから
成るページ上で作動するダイナミックアドレス変換を含
む種々のマシン補助及び機能と、から構成される。

【００２２】ＶＭ／ＥＳＡシステム１０において、ゲス
トはＤＩＡＧＮＯＳＥ（診断）命令を介してＣＰ１４か
らのサービス及び／又は情報を要求することができる。
その使用法は、他のＳＹＳＴＥＭ／３７０システムにお
けるスーパーバイザ・コール（監視プログラム呼び出し
命令）の使用法と同様である。ゲストによるＤＩＡＧＮ
ＯＳＥ（診断）命令の実行の結果、何が命令の遮断とし
て知られているかということになる。この遮断によっ
て、マシンは遮断された命令を識別する情報（この場
合、ＤＩＡＧＮＯＳＥ）を記憶し、さらに解釈実行モー
ドを出て、ホスト制御プログラム（ＣＰ）１４に戻るこ
とになる。

【００２３】保留ページリリース命令 バッチページリリース（ＢＰＲ）は、第１のページ又は
ページの範囲をリリースするゲストの要求から始まる。
この要求は、従来のページリリース要求としてもよい
が、好ましくは保留ページリリース（ＰＰＲ）を設定す
る要求である。

【００２４】ＰＰＲを設定するために、ＣＭＳＳＭ２０
は、要求をＰＰＲに関係するものとして識別する機能コ
ードＸ’２１４’を備えたＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を
発行する。図２には、ＶＭ／ＥＳＡシステム１０のＤＩ
ＡＧＮＯＳＥ命令のＰＰＲ機能のための命令フォーマッ
ト及びレジスタ内容が示される。

【００２５】ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令は３１ビット長であ
り、最初に１６進ｏｐコードＸ’８３’（参照番号２
６）を含む８個のビット（０−７）を有し、これによっ
てその命令をＤＩＡＧＮＯＳＥとして識別する。次の４
個のビット（８−１１）は、その命令によって影響され
るページについての開始及び終了ページアドレスを含む
奇偶レジスタ対ＲＸ（参照番号２８）及びＲＸ＋１（参
照番号３４）を指定する。その後の４個のビット（１２
−１５）は、ＰＰＲキャンセル操作（後述）中に使用す
るためのキー値を含むレジスタＲＹ（参照番号３０）を
指定する。最後の１６個のビット（１６−３１）は、こ
のＤＩＡＧＮＯＳＥ命令が保留ページリリースに対する
ものであることを指定するために１６進値Ｘ’２１４’
を含む機能コード３２である。

【００２６】レジスタＲＸ（２８）及びＲＸ＋１（３
４）の各々のビット１−１９は、それぞれの右側に付着
するゼロの１２個のビットとともに、仮想格納ページの
３１ビットアドレスを形成する。偶数レジスタＲＸ（２
８）は、その範囲内の第１のページのアドレス３６、即
ち、ＰＰＲ命令に影響されるページの範囲の開始アドレ
ス、を指定する。奇数レジスタＲＸ＋１（３４）は影響
されたページの範囲の終了、即ち、最終、のアドレス３
８を指定する。この「範囲」は、単一のページであって
もよく、その場合にはＲＸ及びＲＸ＋１のビット１−１
９は同一となる。

【００２７】奇数レジスタＲＸ＋１（３４）のビット２
８乃至３１は、ＰＰＲ命令のサブ機能コード４０を指定
する。このサブ機能コードによって、ゲストは保留ペー
ジリリースが設定されるべきかどうか、又は後述される
ようにキャンセルされるべきかどうかを指定することが
できる。奇数レジスタＲＸ＋１のビット２４乃至２７に
よって構成されるオプション要求フィールド（ＯＲＦ）
４２は、ＰＰＲがキャンセルされる場合に実行されるべ
きオプションのサービスを指定するために使用される。
ＰＰＲが設定されると、オプションのサービスは提供さ
れないので、ＯＲＦ４２は無視される。

【００２８】ＰＰＲログ４４は、保留リリース状態の一
つ又は複数のページを有する各ゲストに対しＣＰＲＳＭ
２２によって維持される。ＣＰＲＳＭが保留ページリリ
ースを設定するための要求を受け取り、そしてゲストが
現在ログを有していない場合、ログが生成される。その
ログは、次に利用できるエントリを位置付けるために使
用されるポインタを含む。その同じポインタがログ内の
最後の有効エントリを位置付ける。ＰＰＲログの一例は
図６に示される。

【００２９】保留ページリリースの設定 ＣＭＳＳＭ２０は、ページに対しサイズが小さいか、大
きいか又は等しい区画ごとに記憶装置をアプリケーショ
ンプログラムに割り当て、さらにこのように異なったサ
イズの区画はＣＭＳＳＭに戻される。ＣＭＳＳＭはその
戻された記憶装置をその別の非割当て型記憶装置と併合
する。このプロセスの結果、一つ又は複数のページが割
り当てられなくなると、ＣＭＳＳＭはこれらのページに
対して保留ページリリース（ＰＰＲ）を要求し、ＣＰＲ
ＳＭはエントリをそのＰＰＲログに付加するので、これ
によって使用不適ページを保留リリース状態に置くこと
になる。２つ、又はそれ以上の数のＰＰＲが設定される
と、システムは、ログを後述のように処理することによ
ってバッチページリリース（ＢＰＲ）を実行することも
できる。

【００３０】ＣＭＳＳＭは、ゼロに設定されたＰＰＲサ
ブ機能コード４０ならびにリリースすべきページの範囲
を指定するレジスタＲＸ（２８）及びＲＸ＋１（３４）
を備えた使用不適ページへのＰＰＲ・ＤＩＡＧＮＯＳＥ
命令２４をＣＰＲＳＭ２２に対し発行することによっ
て、ＰＰＲを設定する。

【００３１】ＣＰＲＳＭ２２は保留リリースの設定を要
求するＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を受信すると、ＣＰＲ
ＳＭは（レジスタＲＸ（２８）及びＲＸ＋１（３４）に
含まれる）開始及び終了ページアドレスを次の使用可能
ログエントリに格納することによって、ログ４４内でエ
ントリを行なうにすぎない。ログに空間がなければ、Ｃ
ＰＲＳＭは後述されるようにログを処理し、さらに新し
いエントリを行なう。現要求が、既にログ内に存在する
範囲に隣接するページの範囲を識別すると、先のエント
リは修正されて、開始又は終了ページ番号を変更するこ
とによって新しい連続ページを含むことになる。

【００３２】ログ・エントリを行なうことのほかに、Ｃ
ＰＲＳＭ２２は、リリースされたージの内容を保持する
ために使用される任意の拡張型記憶装置及びＤＡＳＤを
再利用する。ＶＭ／ＥＳＡシステム１０では、これらの
資源はリリースされたページに対しては再使用されない
ので、従って、リリース設定時にこれらを再利用する意
味がある。かかる資源が再使用できる他のシステムで
は、それらの再利用を延期することはいっそう効果的と
される。

【００３３】図３及び図４は、保留ページリリースを設
定するための擬似コードフラグメントを含む。ライン１
０１乃至１０５では、ＰＰＲ命令の実行前にＣＭＳＳＭ
２０によってとられる動作について述べられ、一方、ラ
イン１０６乃至１１５ではＰＰＲ命令の実行及び遮断後
のＣＰＲＳＭ２２の動作について述べられる。

【００３４】最初に（ライン１０１）、ＣＭＳＳＭ２０
は戻された区画を合体して、割り当てられてない記憶装
置の完全なページを形成する。次に（ライン１０２−１
０３）、ＣＭＳＳＭは、ページ範囲を識別するためにＤ
ＩＡＧＮＯＳＥ命令２４で使用すべき奇偶レジスタ対Ｒ
Ｘ（２８）及びＲＸ＋１（３４）をセットアップする。
さらに（ライン１０４）、サブ機能コード４０は、ＰＰ
Ｒ設定操作としての要求を識別するためゼロに設定され
る。最後に（ライン１０５）、ＣＭＳＳＭは、レジスタ
対２８、３４を用いて要求されたＰＰＲ操作を実行する
ためにＰＰＲ・ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を実行する。
ＰＰＲ・ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４の実行の結果、命令
遮断を介して解釈実行モードを残し、制御をＣＰ１４に
送ることになる。

【００３５】命令遮断の次に、ＣＰルータ４６は、その
遮断の原因がＤＩＡＧＮＯＳＥ２１４ＰＰＲ命令（ライ
ン１０６）であるかどうかを決定し、そうであれば、Ｐ
ＰＲサブ機能コード４０が検査される。ＰＰＲサブ機能
コードがゼロであって（ライン１０７）、その命令がＰ
ＰＲ設定要求であることを示す場合、ＣＰＲＳＭ２２
は、ＣＭＳＳＭ２０が使用可能ＰＰＲログ４４を有する
かどうかの検査を続行し、要求されるならば、それを生
成する（ライン１０８）。ＣＭＳＳＭのＰＰＲログがフ
ル（一杯）である場合（ライン１０９）、それは図５に
関して後述されるように処理される。

【００３６】識別されたページが現存のエントリと関連
がある場合、それらはそのエントリに追加される（ライ
ン１１０）。さもなければ、ログ内の次の使用可能スロ
ット４８ａ、４８ｂ、４８ｃ、・・・が位置付けられて
（ライン１１１）、位置付けられたスロットに奇偶レジ
スタ対ＲＸ（２８）及びＲＸ＋１（３４）の内容を格納
することによってログエントリは生成される（ライン１
１２）。ＤＡＳＤスロット及び拡張型格納ブロックは範
囲内の各ページごとに再利用される（ライン１１３乃至
１１５）。記憶常駐ページは、それらがＣＰＵによって
参照され得る記憶装置において有効状態が続く。最後
に、ＣＭＳＳＭ２０はスタート解釈実行（ＳＩＥ）命令
を実行することによって再呼び出しされる（ライン１１
６）。

【００３７】さらに要約すれば、ＣＭＳＳＭ２０が使用
不適ページを知覚するようになると、ＣＭＳＳＭはＰＰ
Ｒ・ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を介してＣＰＲＳＭ２２
に信号を送る。ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令のパラメータは、
ページ範囲の開始アドレス、ページ範囲の終了アドレ
ス、さらにその範囲の各ページが保留リリース状態に置
かれるべきことを指示するサブ機能コードを含む奇偶レ
ジスタ対２８、３４を識別する。ＤＩＡＧＮＯＳＥによ
って命令遮断が生じ、ＣＰＲＳＭ１４がＰＰＲ要求を処
理することを可能にする。ＰＰＲ設定中に、フルＰＰＲ
ログ４４は処理されて（後述）、必要ならば不足のログ
は生成される。ＰＰＲログの次の使用可能スロット４８
ａ、４８ｂ、４８ｃ、・・・は、奇偶レジスタの内容で
充てんされて、ＰＰＲログエントリを生成する。ＤＡＳ
Ｄ及び拡張型記憶装置資源は再利用されて、ＣＭＳＳＭ
が再呼び出しされる。ＰＰＲ設定操作はこのように、シ
ステムをしてページを実際にリリースさせることなく、
ページ又はページの範囲をゲストから「保留リリース」
状態に置く。

【００３８】保留リリースログの処理 保留リリースであるページは、バッチページリリース
（ＢＰＲ）状態のシステムによってリリースされるか、
又は後述されるようなＰＰＲキャンセル操作によって再
使用されるためにゲストに戻される。保留リリース状態
のページのバッチリリースは、ゲストのＰＰＲログ４４
を処理することによって実行される。

【００３９】ＶＭ／ＥＳＡシステム１０では、ゲストの
ＰＰＲログ４４はＣＰＲＳＭ２２によって処理される。
これは、ゲストが非活動状態（休止中）になるか、又は
ゲストのページの幾つかが記憶機構の別のレベルに移行
されるべき時に実行される。非活動状態のゲストのＰＰ
Ｒログは、そのページがある時間においては照合され
ず、資源のリリースが活動状態のゲストからページをス
チールする必要性を避けるという仮定に基づいて処理さ
れる。ゲストのログはまた、意図されたページのスチー
ルと拡張型記憶装置の移行の前に処理され、これらはと
もにＶＭ／ＥＳＡシステム１０におけるページ移行の形
式である。

【００４０】ＣＰＲＳＭ２２がＰＰＲログを処理し始め
る前にＣＭＳＳＭ２０がページを再使用した場合、ペー
ジをリリースすることはできない。従って、ＣＭＳＳＭ
が保留リース状態に前もって置かれたページ又はページ
の範囲を再使用したかどうかについてＣＰＲＳＭが決定
するためのメカニズムが必要である。

【００４１】ＰＰＲログ４４を処理するために、残りの
エントリは標準ページリリース状態として取り扱われ
る。ログの処理には、ゲストのアドレス空間の直列化、
ログによって識別される各ページごとのページリリー
ス、及びアドレス空間直列化のリリースがある。オプシ
ョンとして、ＰＰＲログ４４を含む実際の記憶装置はシ
ステム記憶装置へ戻すこともできる。ＶＭ／ＥＳＡシス
テムでは、ＣＰＲＳＭは、ゲストが活動中のキューから
ドロップされると、ログをリリースする。

【００４２】ページリリースの実際の処理は従来技術シ
ステムで実行される処理とは異なるものではなく、当業
者の技術範囲内にあるものでなければならない。従っ
て、これについてはここでは詳述されない。

【００４３】ＶＭ／ＥＳＡシステム１０では、ＰＰＲロ
グ４４はゲストのページがスチールされている場合、又
はゲストが遊休状態になる場合に処理される。どちらの
場合においても、ゲストが直ちにディスパッチされる可
能性はない。従って、少なくとも１個のパージがこのユ
ーザの最終的なディスパッチの前に実行されると仮定す
ると、アドレス変換バッファ（ＴＬＢ）のパージが回避
され得る。パージＴＬＢスケジューリングを有するＶＭ
／ＥＳＡシステム１０では、ＢＰＲは毎秒数千から毎秒
数十にＴＬＢパージング率を減少させる。

【００４４】従来技術のページリリースを処理する際に
費やされる時間の実質量は、ページリリースプロセッサ
に到達し、適切なアドレス空間へのアドレス可能性及び
他のハウスキーピング・タスクを設定するまでのオーバ
ーヘッドである。従来技術では、このオーバーヘッドは
各ページリリースごとに発生されていた。ＰＰＲでは、
オーバーヘッドは幾つかのリリースにわたっての分散が
可能である。延期によってリリースを完全に回避するよ
うになると、より一層大きな利点が生じる。これは、保
留リリースがログの処理の前にキャンセルされる場合に
生じる。

【００４５】図５には、ＰＰＲログ４４を処理するプロ
グラムモジュールのための擬似コードフラグメントが示
される。ゲストが活動状態のキューからドロップされる
と（ライン２０１）、そのＰＰＲログ４４はその使用不
適ページを再利用するように処理される（ライン２０
２）。ゲストがしばらくの間は遊休であるために、ＰＰ
Ｒログに使用される記憶装置もまた戻されて（ライン２
０３）、ＰＰＲログそのものを格納するのに使用される
記憶装置を再利用するようになる。

【００４６】ゲストが移行のために選択され（ライン２
０５）、但し活動状態のままであると、そのＰＰＲログ
４４は処理される。しかしながら、そのゲストがログエ
ントリを続けて行なえるようにログはシステム記憶装置
へは戻されない。

【００４７】ログ４４を処理する前に、多重処理環境に
おいてアドレス空間内で変換したり、又はページリリー
スと競合する可能性がある何か他の動作を実行する実マ
シンＣＰＵが他には存在しないことを保証するためにア
ドレス空間直列化が必要とされる（ライン２０６）。ロ
グのページごとに（ライン２０７）、すべての資源は再
利用されて、システムに戻され、ページはさらに空白状
態になる。最後に、アドレス空間直列化がリリースされ
る（ライン２０９）。

【００４８】さらに要約すれば、ＰＰＲログ４４が処理
される時、即ち、ゲストが非活動状態になる時とゲスト
ページが移行されようとしている時、は２回ある。ログ
を処理することは、すべての資源を再利用し、ページを
空白状態にすることを含むにすぎない。

【００４９】オプションのサービスを含む保留ページリ
リースのキャンセル ゲストが保留リリース状態にあるページを再使用したか
どうかをホストが決定するための好ましい方法は、目的
がページを再使用することであるゲストによる通知であ
る。その通知は、ゲストがＰＰＲキャンセル操作を要求
することによって達成される。

【００５０】ＰＰＲキャンセル操作を指定するために、
サブ機能コード４０は１に設定される。ちょうど上に既
述されたように、ＰＰＲ操作に含まれるページの範囲は
奇偶レジスタ対ＲＸ（２８）及びＲＸ＋１（３４）のビ
ット１−１９によって指定される。

【００５１】図６及び図７は、保留ページリリースをキ
ャンセルし、すべてのオプションのサービスの要求を取
り扱うプログラムモジュールのための擬似コードフラグ
メントを含む。ライン３０１乃至３０５では、ＰＰＲ命
令の実行前にＣＭＳＳＭ２０によってとられる動作が述
べられ、一方、ライン３０６乃至３１４には、ＰＰＲ命
令の実行と遮断の後のＣＰＲＳＭの動作について述べら
れる。

【００５２】まず、ＣＭＳＳＭ２０はそれが現在保留リ
リース状態にあるページを再使用するかを決定する（ラ
イン３０１）。次に、ＣＭＳＳＭ２０は、偶数レジスタ
ＲＸ２８の範囲内の最下部ページ（ライン３０２）、奇
数レジスタＲＸ＋１（３４）での最高部ページ（ライン
３０３）、及び１のサブ機能コード４０（ライン３０
４）を指定するＰＰＲ・ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を発
行する準備をする。ＣＭＳＳＭ２０はＤＩＡＧＮＯＳＥ
命令を発行し（ライン３０５）、この結果、命令遮断と
なり、制御がＣＰ１４に送られることになる。

【００５３】命令遮断の後で、ＣＰ１４はその原因がＤ
ＩＡＧＮＯＳＥ２１４ＰＰＲ命令であるかどうかを決定
する（ライン３０６）。もし、そうであれば（ライン３
０７）、ＰＰＲサブ機能コード４０が検査される。ＰＰ
Ｒ操作がキャンセルでない場合（ＰＰＲ操作が設定でな
いことを擬似コードライン１０７ですでに決定されてい
る場合）、無効ＰＰＲサブ機能コードが指定されて、指
定例外はＣＭＳＳＭゲストに示される（ライン３１
３）。

【００５４】ＰＰＲキャンセルが要求されてはいるが、
但し現在ＰＰＲログ４４がないと、次にキャンセルする
ものはなく（ログが処理されているか、又はゲストがリ
リースを設定することなしにキャンセルを試みてい
る）、そしてＳＩＥは制御をＣＭＳＳＭゲストに戻すよ
うに実行される（ライン３０８）。さもなければ、各ロ
グエントリは検査されて（ライン３０９）、一つのログ
エントリ内のすべてのページがキャンセル範囲内にある
と、そのエントリは削除される（ライン３１０）。その
エントリ内のページのサブセットがキャンセル範囲と整
合すると、そのエントリは、キャンセルされたエントリ
を取り除くために更新される（ライン３１１）。最後
に、ＣＭＳＳＭは、再入力解釈実行モードによって再び
呼び出される（ライン３１２）。

【００５５】要約すると、ＣＭＳＳＭ２０が記憶のため
の要求を受け取り、その要求が現在保留リリース状態に
ある一つの又は複数のページを使用することによって応
じられるべきであることを決定すると、ＣＭＳＳＭ２０
はまず、保留リリースをキャンセルしなければならな
い。ＣＰＲＳＭ２２は、何れの指定済みページを含むこ
とのないように、ＰＰＲログ４４を更新し、さらにＣＭ
ＳＳＭを再び呼び出すことによってこの要求に応答す
る。

【００５６】操作例 図８には、ＣＭＳＳＭ２０がＰＰＲ命令をＣＰＲＳＭ２
２に対し発行することによって保留ページリリースを設
定且つキャンセルし、そしてＣＰＲＳＭがＰＰＲログを
処理することによってバッチページリリース（ＢＰＲ）
を実行する時のＰＰＲログに対する変更の例が示され
る。

【００５７】タイムＡでは、ＰＰＲログ４４には活動状
態のエントリがなく、対応付けられるアドレス空間が保
留ページリリース状態のページを有していないことを表
示している。

【００５８】タイムＢでは、ＣＭＳＳＭ２０は、ＰＰＲ
・ＤＩＡＧＮＯＳＥ命令２４を発行し、レジスタ対Ｒ
２、Ｒ３を指定することによってアドレスＸ’２３４０
００’及びＸ’２３Ｆ０００’の間のページ範囲につい
てのＰＰＲ設定操作を要求する。レジスタＲ３のサブ機
能コード４０は、ＰＰＲ設定操作を指定するためにゼロ
に設定され、レジスタＲ２及びＲ３の第１の１９ビット
は開始及び終了アドレスＸ’２３４０００’及びＸ’２
３Ｆ０００’を識別する。図３及び図４を参照して上述
されたようなＤＩＡＧＮＯＳＥ命令の処理の後で、ＰＰ
Ｒログ４４の第１のエントリ４８ａはこれらのページを
保留リリース状態にあるものとして識別する。

【００５９】タイムＣでは、ＣＭＳＳＭ２０はまた、レ
ジスタＲ２及びＲ３を用いてＰＰＲ設定操作を要求し、
この時そのページをアドレスＸ’２４００００’からア
ドレスＸ’２４１０００’において識別する。これらの
ページはタイムＢから現存するログエントリ４８ａによ
って指定されたものと隣接するために、そのエントリ４
８ａはページの併合範囲を示すために修正される。

【００６０】タイムＤでは、ＰＰＲはページＸ’１３０
０００’からＸ’１４００００’について設定される。
これらのページはどの現存するエントリとも隣接してお
らず、従って新しいエントリ４８ｂが生成される。

【００６１】タイムＥでは、ＣＭＳＳＭ２０は、二つの
予めリリースされたページ、Ｘ’１３００００’及び
Ｘ’１４００００’を再使用することを望むので、それ
らの保留リリースがキャンセルされることを要求する。
ＰＰＲログ４４はタイムＥでは、これらのページを保留
リリース状態から取り除くことを示す。

【００６２】次に、タイムＦにおいてＣＭＳＳＭは、ペ
ージＸ’１３７０００’を再使用することを要求する。
この時にＰＰＲログ４４は、ページＸ’１３７０００’
がすでに保留リリース状態にないことを示すために、タ
イムＥにおけるページＸ’１３００００’からＸ’１３
Ｅ０００’までを指定した前のエントリ４８ｂがタイム
Ｆにおいて二つのエントリ４８ｂ、４８ｃに分割されて
いることを示している。

【００６３】タイムＧで、ＣＭＳＳＭはページＸ’１３
００００’からＸ’１３６０００’を再使用することを
望む。この時にＰＰＲログ４４は、エントリが除去され
てログが圧縮されていることを表示する。

【００６４】最後に、タイムＨではＣＰＲＳＭ２２は保
留リリース状態にあるページをリリースすることを決定
し、上述したようにＰＰＲログ４４を処理する。ＣＰＲ
ＳＭがゲストから移行する前にＰＰＲログを処理してい
る場合、実際のログは保存される。さもなければ、その
ゲストが遊休（休止）状態になると、ログは放棄され
る。

【００６５】本発明の利点 本発明のバッチページリリース（ＢＰＲ）は、ページリ
リースを全く不可能にする従来技術システムをしのぐ幾
つかのはっきりした利点を有する。特に、移行用のアド
レス空間を選択する前に、システム記憶装置マネジャー
（ＳＳＭ）はそのＰＰＲログを処理する。このようにし
て、未決定リリース状態にあるページの資源はいかなる
移行も必要とせずに再利用される。記憶資源へのシステ
ム要求がこの再利用によって応じられないと、ＳＳＭは
その移行基準を満たす残りのページのどれかを続けて移
行する。ＰＰＲログはまた、ゲストが遊休状態になる
時、又はしばらくの間その使用不適ページを再使用しそ
うもない状態に入る時に処理されることもある。これに
よって、活動状態のゲスト又はＣＰによって使用される
べき遊休状態の資源が解放される。

【００６６】本発明には、上記の「従来の技術」の項目
において述べられた公知の従来技術のページリリースシ
ステムをしのぐ重要な利点が多数備えられている。これ
らの利点は、以下の通りである。

【００６７】１．保留ページリリースは設定されると、
単にログされるにすぎない。次にシステムは、そのログ
が適切であると思われれば、おそらくシステム要求に応
答して、又はオーナーが非活動状態になると、そのログ
を処理することもできる。十分な記憶資源を備えたシス
テムの中には、ロギング以外のいかなる動作も要求され
ないことがあり得る。 ２．ＴＬＢエントリは、ログが処理されて、主記憶ペー
ジが実際にリリースされる場合にのみ考慮されなければ
ならない。保留ページリリースが設定されると、実際に
リリースされる主記憶ページはないので、ＴＬＢエント
リをすべてそのままの状態でゲストが再び呼び出され
る。 ３．ＰＰＲログは処理されると、一般には複数の保留ペ
ージリリース要求を要約する。このことは、固定コスト
（アドレス空間配置及び直列化を含む）がより多くの要
求にわたって拡大されることを意味する。さらに保留ペ
ージリリースとＰＰＲログの処理との間において、多く
の保留リリースはキャンセルされて、追加の処理は何も
必要とされない。 ４．ＶＭ／ＥＳＡで実行されるような従来技術のページ
リリースでは、アドレス空間レベルにおいてではなく、
ページリリースごとに直列化が必要とされる。これによ
って、他のシステム機能、即ち最も顕著なページスチー
ルが、空間内のアンロックページで作動することが可能
になる。しかしながら、リリースされたページごとに不
経済な直列化命令、即ち、比較及びスワップ、の実行が
要求される。ＢＰＲでは、アドレス空間レベルロックが
バッチページリリースを実行する前に入手される。これ
によって、必要とされる直列化命令の数が減少される。
ＰＰＲが、ゲストについてページスチールを実行する前
に処理されるために、この細分性の欠如は不利益とはな
らない。

【００６８】他の実施例 その他の第１の実施例では、ＰＰＲログは、ゲスト及び
システムによってアドレス可能なビットマップと置き換
えられることもある。保留リリースにとって適切なペー
ジは各々、マップの２個のビットによって表示される。
これらビットの内の一つは、対応付けられるページが保
留リリース状態にあることを表示し、さらに保留リリー
スを設定するためにゲストによってオンに設定され、リ
リースをキャンセルするためにゲストによってオフに設
定されることになる。もう一方のビットはシステムに対
して、たとえキャンセルされていなくても、保留リリー
スがページに対して設定されてはいるが、但しまだ処理
されていないことを表示することになる。この後者のビ
ットは、ＰＰＲを設定すると、ゲストによってオンに設
定され、システムがリリースを処理した場合、オフに設
定される。

【００６９】システムがビットマップを処理した時に、
そのページが現在保留リリース状態にあることを表示す
る両ビットがオンであるならば、すべての資源は再利用
されて、ページは空白状態になる。１個のビットのみが
オン状態である（リリースがゲストによってキャンセル
されてはいるが、一方、システムによってまだ処理され
ていない）と、さらに主記憶装置はそのままの状態に置
かれるが、リリースされたバージョンを表わす他のすべ
てのコピー（例えば、ＤＡＳＤ、拡張型記憶装置）はそ
のために再利用されることになる。これは、システムが
保留リリース状態のページの内容を決して移行するもの
ではないことを保証している。

【００７０】この実施例の利点は、ゲストがどんな制御
プログラムをも介入させることなく、ログを更新するこ
とができることである。これは、ゲストが解釈実行モー
ドにおいて作動中の場合に特に重要なことである。その
理由は、そのモードを出たり入ったりするためにかなり
の時間が掛かるからである。

【００７１】この技術には幾つか不利な点もある。第一
に、非記憶資源の回復が遅延されることである。第二
に、マップはログよりも多くの空間を取ることである。
最後に、システムがビットマップを処理するための長時
間実行（費用のかかる）命令のみを有する場合、過度の
ＣＰＵ時間がログ処理に費やされることになる。

【００７２】その他の第２の実施例では、ページを移行
する前にユーザのログを完全に処理する代わりに、移行
のために選択されたページが保留リリース状態にあるか
どうかを決定するためにログを検査するにすぎない。こ
の実施例では、移行は回避され、バッキング資源は直ち
に再利用される。直接指標付けのあるビットマップは、
かかる方式が使用された場合には最も効果的である。Ｖ
Ｍ／ＥＳＡは全ての使用可能ページを次のアドレス空間
に移動する前にアドレス空間から移行するので、移行前
のログの完全な処理はログ検査よりも効果的である。こ
の検査技術は、主記憶装置内をスウィープ（掃引）し、
アドレス空間によってバッチしないようなシステムと異
なり、移行にアプローチしたシステムにとってより一層
効果的である。

【００７３】その他の第３の実施例では、実マシンはホ
ストによって実行中であるとして上述されたＰＰＲ動作
を実行することができる。上記その他の第２の実施例と
同様に、これによって制御プログラム介入が回避され
る。不利な点は、必要なマイクロコードとハードウェア
の容量及び実施の不変性である。

【００７４】その他の第４の実施例では、全体のＰＰＲ
命令を処理する代わりに、実マシンはＲＸ及びＲＸ＋１
を格納することによって次の使用可能ログエントリでロ
グするにすぎない。割り込み（又は命令遮断）はログが
フル又は存在しない時の結果である。周期的には、ホス
トはログを処理して、非主記憶装置を直ちに再利用し、
移行の前又はゲストが遊休状態になると処理されるべき
保留リリース状態の主記憶ページの別のログを生成する
ことになる。これはまた、制御プログラム介入を回避
し、完全な実施よりも実質的に小さなマイクロコード及
び／又はハードウェアを必要とする。不利な点は、非記
憶資源を再利用する際の遅延である。

【００７５】その他の第５の実施例では、マシンはＰＰ
Ｒ設定操作のみのための次の使用可能ログエントリでロ
グすることができる。割り込み（又は命令遮断）はログ
がフル又は存在しない時の結果である。ゲストが（関連
のない遮断又は割り込みにより）解釈実行モードを出た
時、システムはログを処理して、非主記憶装置を再利用
する。ＰＰＲキャンセル操作は、命令遮断を続けて引き
起こす。この実施例ではオプションのサービスの使用が
可能とされ、一方、スーパーバイザ・コールの数を減少
させている。

【００７６】その他の第６の実施例では、ゲストのペー
ジの再使用の検出がページの変更ビットの検査によって
行なわれ、その変更ビットはＰＰＲ設定の時にゼロに設
定されている。ゲストがそのページを再使用すると、変
更ビットは１に設定されて、システムは実際にはページ
をリリースしない。この実施例では、ゲストがＰＰＲキ
ャンセル操作を要求する必要性が回避されることにな
る。ＶＭ／ＥＳＡシステムでのこの実施例の不利な点
は、変更ビットの設定がＳＳＫＥ命令を要求し、そのた
めに非常に費用が掛かることである。

【００７７】その他の第７の実施例は、ゲストが保留リ
リース状態のページを再使用することを決定したかどう
かを検出するための正チェックを持たず、むしろページ
がいったんリリースされると決して照合されることのな
いプロトコルにゲストを従わせるということである。

【００７８】ユーザがホスト制御プログラムによって維
持される仮想マシンで作動するゲストプログラムとして
述べられている一方、リクエスタ及びリリーサの働きは
システムの他のパーツ又はプログラムによって実行さ
れ、同じプログラムの異なる要素によっても実行され得
ることは理解されるだろう。このようにして、任意のプ
ログラムは、アプリケーション及びオペレーティングシ
ステムを含む場合、上述のＣＭＳＳＭなどのユーザ記憶
装置マネジャーとはおそらく同様ではないとは言え、リ
クエスタの働きを実行することができる。さらに本発明
は、ユーザによってリリースされ且つユーザに戻される
記憶装置のすべての形式及び単位に対して適用可能であ
り、そして本発明が仮想記憶装置管理に最も早く適応さ
れるとは言え、仮想記憶装置のページにはすぐには適用
できない。

【００７９】最後に、好ましい実施例が保留ページリリ
ース要求を設定且つキャンセルし、さらに保留ページリ
リースログを処理するための方法において述べられてき
たが、一方、上述したように作動するために適切にプロ
グラムされるコンピュータシステム（装置）において具
体化されることが想定される。好ましい実施例のかかる
一例は、上述されたようなＩＢＭ・ＶＭ／ＥＳＡオペレ
ーティングシステムにロードされるＩＢＭ３０９０シリ
ーズコンピュータ等のＩＢＭシステム３７０／ＥＳＡコ
ンピュータを含むものである。

【００８０】さらに、本発明は上述したように保留ペー
ジリリース要求を設定、キャンセル且つ処理するために
コンピュータをプログラムするための予め記録済みのコ
ンピュータプログラムにおいて具体化されることが想定
される。好ましい実施例のかかる一例は、磁気テープ等
の従来のデータ記録媒体及び適切なコンピュータシステ
ムで実行される場合に上述のようにシステムが保留ペー
ジリリース要求を設定、キャンセル且つ処理することに
なるテープ上に記録される一連の命令を含むものであ
る。

【００８１】

【発明の効果】本発明は上記のように構成されているの
で、少なくとも一つがアプリケーションプログラム等の
システムのユーザ又はゲストオペレーティングシステム
に割り当てられるページ等の複数の記憶装置を有するコ
ンピュータ仮想記憶装置管理システムにバッチリリース
を提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の好ましい実施例による記憶装置マネジ
ャー（ＣＭＳＳＭ）を含むＶＭ／ＥＳＡコンピュータシ
ステムのブロック図である。

【図２】図１のシステムの保留ページリリース命令のレ
ジスタ・フォーマットである。

【図３】図１のシステムに保留ページリリースを確立す
るための擬似コードフラグメントを示す図である。

【図４】図１のシステムに保留ページリリースを確立す
るための擬似コードフラグメントを示す図である。

【図５】図１のシステムにおいて保留ページリリースの
ログを処理するための擬似コードフラグメントを示す図
である。

【図６】図１のシステムにおいて保留ページリリースを
キャンセルするための擬似コードフラグメントを示す図
である。

【図７】図１のシステムにおいて保留ページリリースを
キャンセルするための擬似コードフラグメントを示す図
である。

【図８】保留ページリリースが確立且つキャンセルされ
る時の図５のログの変化の一例を示す図である。

【符号の説明】

１０ ＶＭ／ＥＳＡシステム １２ 実マシン １４ ＶＭ／ＥＳＡ制御プログラム（ＣＰ） １６ ＶＭ／ＥＳＡ対話型監視システム（ＣＭＳ） １８ 仮想マシン ２０ ＣＭＳ記憶装置マネジャー（ＣＭＳＳＭ）

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 コンピュータシステムのユーザに割り当
   てられる記憶装置を管理する方法であって、（ａ）ユー
   ザによってリリースされるべき少なくとも第１の記憶装
   置をシステムに対してユーザが識別する工程と、（ｂ）
   システムが第１の記憶装置を保留リリース状態に置く工
   程と、（ｃ）システムが第１の記憶装置のリリースを延
   期する工程と、（ｄ）ユーザによってリリースされるべ
   き少なくとも第２の記憶装置をシステムに対してユーザ
   が識別する工程と、（ｅ）システムが第２の記憶装置を
   保留リリース状態に置く工程と、（ｆ）システムが第２
   の記憶装置のリリースを延期する工程と、（ｇ）システ
   ムが第１と第２の記憶装置をリリースする工程と、を含
   む記憶装置管理方法。
2. 【請求項２】 ユーザが第１又は第２の記憶装置の内の
   選択された１個を再使用することを決定したかどうかを
   システムが検出する工程（ｈ）をさらに含み、工程
   （ｇ）はユーザが記憶装置を再使用することを決定しな
   かった場合のみ前記選択された記憶装置をリリースする
   請求項１記載の記憶装置管理方法。
3. 【請求項３】 ユーザプログラムを実行するためのコン
   ピュータシステムであって、（ａ）少なくとも２個の記
   憶装置がユーザに割り当て可能である複数の記憶装置
   と、（ｂ）ユーザに割り当てられる少なくとも第１と第
   ２の記憶装置を保留リリース状態に連続的に置くために
   ユーザに応答する第１のモジュールと、（ｃ）保留リリ
   ース状態にある前記少なくとも第１と第２の記憶装置を
   リリースするための第２のモジュールと、を含むコンピ
   ュータシステム。
4. 【請求項４】 ユーザが未決定リリース状態の第１と第
   ２の記憶装置の中から選択された１個を再使用すること
   を決定したかどうかを検出するための第３のモジュール
   をさらに含み、 前記第２のモジュールは、ユーザが記憶装置を再使用す
   ることを決定しなかったことを前記第３のモジュールに
   よって検出された場合にのみ前記選択された記憶装置を
   リリースするように前記第３のモジュールに応答する、
   請求項３記載のコンピュータシステム。
5. 【請求項５】 ユーザプログラムに割り当て可能且つユ
   ーザプログラムからリリース可能な複数の記憶装置を有
   するコンピュータシステムで使用するための製造物品で
   あって、 システム上で実行可能なコンピュータプログラムを記録
   するための記録媒体と、 ユーザに割り当てられる少なくとも第１と第２の記憶装
   置を保留リリース状態に連続的に置くためにユーザに応
   答する第１のモジュールと、 未決定状態の前記少なくとも第１と第２の記憶装置をリ
   リースするための第２のモジュールと、 を備え、 前記第１と第２のモジュールは媒体に記録され、システ
   ム上で実行可能である、コンピュータシステムで使用す
   るための製造物品。