JPH05250191A

JPH05250191A - 改善されたチェックポイント動作および分岐動作を有するディジタルデータプロセッサ

Info

Publication number: JPH05250191A
Application number: JP4273477A
Authority: JP
Inventors: Mark A Kaufman; マーク・エイ・カウフマン; Fernando Oliveira; フェルナンドー・オリベイラ
Original assignee: Kendall Square Research Corp
Current assignee: Kendall Square Research Corp
Priority date: 1991-09-20
Filing date: 1992-09-18
Publication date: 1993-09-28
Also published as: EP0533446A2; EP0864982B1; CA2078313A1; EP0533446B1; ATE199791T1; CA2078313C; DE69231743T2; ATE180069T1; DE69229156D1; US5313647A; DE69229156T2; EP0864982A1; DE69231743D1; EP0533446A3

Abstract

(57)【要約】（修正有）【目的】チェックポイント操作と分岐操作に関連した
コストが低減されまたシステム資源が有効に使用される
デジタルデータプロセシング装置を提供する。【構成】プロセッサに使用されるデータ構造の相互関
係。ファィル８０のマップイン部分８０ａが、それぞれ
のプロセスの２つの異る文脈アドレス空間６０，６２と
関連づけられる。システム仮想アドレス空間への文脈ア
ドレス空間の関連付けはＳＴＴと呼ばれる変換テーブル
８４，８６で反映される。各テーブルはＳＴＴＥ８４
Ａ，８４Ｂ〜８６Ｂエントリを具備する。これらＶｍ−
ｓｔｔｓとも呼ばれ、プロセスとｖｍ−ｗｉｎｄｏｗに
より２方向にリンクされる。関連のｖｎｏｄｅを有し図
のファィル８０などの正規ファィルもたとえば対象物７
８などの関連のｖｍ−ｏｂｊｅｃｔを有する。さらにこ
れらの対象物は対象物テーブルを形成。プロセスが分岐
される時親のデータ領域は子のプロセスにより受継がれ
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データプロセ
ッシングに関し、詳述すると、プロセスのチェックポイ
ントおよび分岐を取り扱うための改善方法および装置に
関する。

【０００２】プログラムをコンピュータで実行するとき
に、プログラムのスナップショットあるいは「チェック
ポイント」を取ること、すなわち、プログラムがあたか
もチェックポイントの時間から実行しているかのように
後で再始動せられることができるようプログラムパラメ
ータ、カウンタおよびシステムパラメータの値を記録す
ること、が所望されることが多い。この種のスナップシ
ョットはたとえば異常に終了したプロセスを再始動する
際に役に立つ。

【０００３】

【従来の技術】従来の多くのコンピュータシステムにお
いて、チェックポイントを取る際に、全プロセス、すな
わち全てのレジスタ値および実行プログラムに関連づけ
られたデータがディスクあるいはそのほかの補助記憶装
置へ記憶される。これは時間に関してさらには２次デー
タ記憶空間に関してもコストがかかることが判明した。

【０００４】従来、チェックポイント操作に関係づけら
れないが、たとえばＵＮＩＸまたはＵＮＩＸに類似した
オペレーティングシステムの下でランするコンピュータ
システムの多くのものがプロセスの複製または分岐操作
が可能である。分岐操作は一つのプロセスを模写し、新
規なプロセスを産出する。親と呼ばれる第１のプロセス
は分岐後通常の態様で継続する。産出されるプロセス、
すなわち子、は最初親と同一であるけれども、異なる態
様で実行できる。

【０００５】子プロセスの生成において、従来のコンピ
ュータシステムは親の全メモリ空間を子のそれにコピー
する。親のプロセス空間が大きい場合、これはメモリア
ロケーションあるいは割付けの観点からコストがかかる
ことが判明した。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
目的は改善されたディジタルデータプロセッシング装置
および方法を提供することである。

【０００７】詳述すると、本発明の目的は、チェックポ
イント操作および分岐操作に関連したコストをできるだ
け最小限にするディジタルデータプロセッシング機構を
提供することである。

【０００８】本発明の別の目的は、システム資源を最も
良好に使用する分岐およびチェックポイントを発生する
方法および装置を提供することである。

【０００９】本発明のさらに別の目的は、ＵＮＩＸまた
はＵＮＩＸ類似のオペレーティングシステムでランする
コンピュータシステムで有用な分岐操作およびチェック
ポイント操作を行うための改善された機構を提供するこ
とである。

【００１０】

【発明の構成】上述の目的は、（たとえばＲＡＭなど
の）メモリと、プロセスを実行しかつメモリ中のマップ
（対応づけ）されたデータへのアクセス要求を発生する
（たとえばＣＰＵなどの）プロセッシング要素を具備し
たディジタルデータプロセッシング装置を提供する本発
明の一様相において達成される。分岐／チェックポイン
トを合図する要素が、それぞれが新規な時間間隔を記述
する「新規プロセス信号」を発生する。

【００１１】ディジタルデータプロセッシング装置は、
メモリの第１のセットに記憶された要求データへのアク
セスによって第１の新規プロセス信号前にプロセス発生
データ要求に応答する。アドレス空間管理部が引き続く
時間間隔においてたとえば書込みアクセスなどの所定の
要求に応答し、（要求データが記憶されている）最も最
近のセットからデータをコピーしその後当該コピーにア
クセスする。アドレス管理部は、（要求データが記憶さ
れている）最も最近のセット中の当該データへのアクセ
スによってたとえば読出し型アクセス要求などの他の要
求に応答する。

【００１２】一様相において、第１の書込み型アクセス
要求後、アドレス空間管理部はそれぞれの要求されたデ
ータを、それが読出しアクセスか書込みアクセスのため
であるかに拘らず、現在のセットへコピーする。別の様
相において、プロセスは、各アクセス要求と共に、要求
データの文脈アドレスを発生する。アドレス空間管理部
は、当該文脈アドレスに対応する記憶記述子を発生する
ためにセグメント変換テーブルすなわちＳＴＴを具備す
る。記憶記述子は、たとえば、メモリ中の要求データの
実アドレスあるいはページ分けデータについてはディス
クファイルを記述できる。

【００１３】セグメント変換テーブルは一つまたはそれ
以上のエントリすなわちＳＴＴＥを具備でき、それぞれ
が、少なくとも一つの文脈アドレスと少なくとも一つの
記憶記述子との間の結合関係あるいは対応関係を表す信
号を記憶する。

【００１４】別の様相において、アドレス空間管理部
は、対象物テーブルと呼ばれるデータ構造体を具備し各
プロセスのステータス情報を対応する時間間隔中に記憶
する。この情報はたとえば各新規プロセス信号後にセグ
メント変換テーブルから対象物へ転送せられる変換情報
を含む。アドレス空間管理部は新規プロセス信号に引き
続き書込み型アクセスを待ち受け、この種の転送を遂行
することが好ましい。

【００１５】アドレス空間管理部は対象物テーブル内の
複数の対象物を使用し、プロセスのステータスをそれぞ
れの先行時間間隔中に追跡する。これらの対象物はそれ
ら自身の時間間隔の並びに基づく順序でリンクできる。

【００１６】新規なプロセス信号の発行に続き、アドレ
ス空間管理部は、各エントリが現在のセット中の空き領
域を指すようセグメント変換テーブルを修正する。こう
していずれのエントリの範囲内のデータアクセスの試み
も「ミッシング」データ誤りを招く。アドレス空間管理
部は、先行対象物にアクセスし、要求データが最後にア
クセスされた間隔に関連づけられたものを見出すことに
よりこの種の誤りに応答する。ひとたび見出されれば、
アドレス空間管理部はデータにアクセスしそしてこれを
現在のセットにコピーしそして対応するセグメント変換
テーブルエントリを更新する。

【００１７】本発明の別の様相によれば、選択される対
象物からの変換信号をセグメント変換テーブルへ転送す
ることによりプロセスを先行間隔に関連づけられた状態
へ復元する要素を提供する。

【００１８】メモリの他の情報と同様に本発明による装
置は対象物をディスクへページ分けできる。ところが、
ディスクに一時的にのみ記録される他のプロセス関連情
報とは少くとも相異なってページ分けされた対象物は長
時間保持できる。

【００１９】上述のタイプのディジタルデータプロセッ
サが、たとえば選択された時間にあるいはプログラミン
グ動作に応答して新規プロセス信号を自動的に発生でき
る。さらにこれらの信号はユーザ要求に応答して発生で
きる。

【００２０】本発明によるディジタルデータプロセッサ
が最初第１のプロセスを複製する第２のプロセスを発生
するため分岐要素を具備できる。この様相によれば分岐
要素は第２のプロセス発生との関係で新規プロセス信号
の発生を開始する。

【００２１】上述のように、アドレス空間管理部が前記
プロセスのため分岐に引き続く間隔中そのプロセスによ
る所定の要求に応答し、要求されるデータをそれが記憶
されている最も最近のセットから第２プロセスの動作の
間隔と関連づけられるセットへコピーする。アドレス空
間管理部は、要求データが記憶されている最も最近のセ
ット中の当該データへのアクセスによりたとえば読出し
型アクセス要求などの他の要求に応答できる。

【００２２】さらに上述と同様、一様相において、第１
の書込み型アクセス要求後アドレス空間管理部は各要求
データをそれが読出しアクセスまたは書込みアクセスの
ためであるかに拘らず現在のセットへコピーできる。

【００２３】さらに他の様相において本発明は上述のタ
イプのディジタルデータプロセッサを動作する方法を提
供する。

【００２４】本発明のこれら目的およびそのほかの目的
は添付の図面および以下の叙述内容から明らかとなろ
う。

【００２５】

【実施例】図１は本発明を実施するのに使用される好ま
しい多重処理装置を図示する。図示の装置１０は、レベ
ル０、レベル１およびレベル３という３つの情報転送レ
ベルを具備する。それぞれの情報転送レベルは、バス要
素と複数の接続要素とによって特長づけられる一つまた
はそれ以上のレベルセグメントを具備する。詳述する
と、図示の装置１０のレベル０は１２Ａ，１２Ｂ，１２
Ｃ，１２Ｄ，１２Ｅ，１２Ｆによって指示される６つの
セグメントを具備する。同様に、レベル１はセグメント
１４Ａ，１４Ｂを具備し、レベル２はセグメント１６を
具備する。

【００２６】レベル０の各セグメント、すなわちセグメ
ント１２Ａ，１２Ｂ，１２Ｃ，１２Ｄ，１２Ｅ，１２Ｆ
はそれぞれ複数のプロセッシングセルを具備する。たと
えば、セグメント１２Ａはセル１８Ａ，１８Ｂおよび１
８Ｃを具備し、セグメント１２Ｂはセル１８Ｄ，１８Ｅ
および１８Ｆを具備する（以下同様）。これらのセルは
それぞれ胞内プロセッサバス（図示せず）を介して相互
に接続される中央処理装置およびメモリ要素とを具備す
る。本発明の好ましい実施例に従えば、各セルに包含さ
れるメモリ要素は、その関連の中央処理装置によって使
用されるすべての制御信号およびデータ信号を記憶す
る。

【００２７】プロセッシング装置１０の所定のセルは補
助記憶装置へ接続される。たとえば図示の装置におい
て、セル１８Ｃはディスク駆動装置１９Ａと結合され、
セル１８Ｄはディスク駆動装置１９Ｂと結合され、そし
てセル１８Ｏはディスク駆動装置１９Ｃと結合される。
ディスク駆動装置１９Ａ〜１９Ｃは従来設計のものであ
りそしていくつかの商業的に入手可能な装置のうちの任
意のものから選択できる。ディスク駆動装置以外の補助
記憶装置、たとえばテープ駆動装置、もまた情報を記憶
するのに使用できることに注意されたい。

【００２８】別途図示されるように、レベル０のセグメ
ントはそれぞれセグメントのセル間で情報パケットを転
送するための通信路を提供するバス要素を具備するもの
として特長づけられる。こうして図示のセグメント１２
Ａはバス２０Ａによって、セグメント１２Ｂはバス２０
Ｂによって、セグメント１２Ｃはバス２０Ｃによって
（以下同様）特長づけられる。以下で詳述するように、
ディジタル情報パケットは、例示のセグメント１２Ａの
セル１８Ａ，１８Ｂおよび１８Ｃ間をこれらのセルのそ
れぞれに関連づけられたメモリ要素を介して送られる。
これらメモリ要素とバス２０Ａとの間の所定の接続がセ
ル接続部２２Ａ，２２Ｂおよび２２Ｃによって提供され
る（図１参照）。これと類似した直接通信路がセグメン
ト１２Ｂ，１２Ｃおよび１２Ｄでそれぞれのセル１８
Ｄ，１８Ｅ…１８Ｒ間にセル接続部２２Ｄ，２２Ｅ…２
２Ｒによって設定される（図１参照）。

【００２９】図面および上述の説明から明らかなよう
に、残余の情報転送レベル、すなわちレベル１およびレ
ベル２、はそれぞれ一つまたはそれ以上の対応したレベ
ルセグメントを具備する。それぞれの連続セグメント中
のセグメント数は先行するもののセグメント数よりも少
ない。こうしてレベル１の２個のセグメント１４および
１４Ｂはレベル０の６個のセグメント１２Ａ，１２Ｂ…
１２Ｆよりも数が少なくそしてセグメント１６のみ有す
るレベル２はすべてのもののうちで最も数が少ない。レ
ベル１およびレベル２のセグメント、すなわち「高次」
のレベル、はそれぞれ、それぞれのセグメント内でパケ
ットを転送するためバス要素を具備する。レベル１のセ
グメント１４Ａおよび１４Ｂはそれぞれバス要素２４Ａ
および２４Ｂを含み、レベル２のセグメント１６はバス
要素２６を具備する（図１参照）。

【００３０】ルート指定セル自体が連続レベルの関連セ
グメント間で情報を転送するための機構を提供する。た
とえば、ルート指定セル２８Ａ、２８Ｂおよび２８Ｃが
それぞれ、レベル１セグメント１４Ａからレベル０セグ
メント１２Ａ、１２Ｂおよび１２Ｃへそしてこれとは逆
方向に情報を転送する手段を提供する。これと同様に、
ルート指定セル２８Ｄ、２８Ｅおよび２８Ｆがそれぞれ
レベル１セグメント１４Ｂからそれぞれのレベル０セグ
メント１２Ｄ、１２Ｅおよび１２Ｆへのそしてこれとは
逆方向に情報を転送するための手段を提供する。なお、
ルート指定セル３０Ａおよび３０Ｂがそれぞれレベル２
セグメント１６とレベル１セグメント１４Ａおよび１４
Ｂ間の情報転送路を提供する（図１参照）。

【００３１】ルート指定セルはそれらのそれぞれのセグ
メントをバス要素の相互接続部を介して接続する。こう
してルート指定セル２８Ａは、リングの相互接続部３２
Ａ、３４Ａでバス要素２０Ａ、２４Ａを接続し、ルート
指定セル要素２８Ｂはリングの相互接続部３２Ｂおよび
３４Ｂでバス要素２０Ｂ、２４Ｂを接続する（以下同
様）。これと同様に、ルート指定セル３０Ａおよび３０
Ｂはそのそれぞれのバス、すなわち２４Ａ、２４Ｂおよ
び２６をリングの相互接続部３６Ａ、３６Ｂ、３８Ａお
よび３８Ｂで接続する（図１参照）。

【００３２】データの移動とコヒーレンシ図２はデータコヒーレンスを保証するためのプロセッシ
ング装置（図１）内のデータ移動機構を図示する。図
中、複数の中央処理装置４０（Ａ）、４０（Ｂ）および
４０（Ｃ）がそれぞれ関連のメモリ要素４２（Ａ）、４
２（Ｂ）および４２（Ｃ）へ結合されている。各ペアの
中央処理装置およびメモリ装置間の通信はバス４４Ａ、
４４Ｂおよび４４Ｃを介して搬送される。上述のレベル
セグメントおよびルート指定セルを表すネットワーク
（網）４６が図示のプロセッシングセル４２Ａ〜４２Ｃ
間で（バス４８（Ａ）、４８（Ｂ）および４８（Ｃ）を
介してネットワーク４６へ送られる）情報パケットを転
送する。

【００３３】図示の実施例で、中央処理装置４０Ａ、４
０Ｂおよび４０Ｃはそれぞれ５０Ａ、５０Ｂおよび５０
Ｃとラベル付けされたアクセス要求要素を具備する。こ
れらアクセス要求要素はメモリ要素４２Ａ、４２Ｂ、４
２Ｃに記憶されたデータへのアクセス要求を発生する。
要素５０Ａ、５０Ｂおよび５０Ｃにより発生されるアク
セス要求信号の中には、メモリ要素に記憶された一デー
タ(datum) への排他的な修正アクセス要求を表す所有権
要求がある。好ましい実施例において、アクセス要求要
素５０Ａ、５０Ｂおよび５０ＣはＣＰＵ４０Ａ、４０Ｂ
および４０Ｃで実行される命令セットの部分集合を具備
する。この命令部分集合については後述する。

【００３４】中央処理装置４０Ａ、４０Ｂ、４０Ｃはオ
ペレーティングシステム５１（その部分５１Ａ、５１
Ｂ、５１Ｃがそれぞれの中央処理装置にある）の制御下
で動作する。オペレーティングシステム５１は中央処理
装置で実行する応用プログラムおよび装置１０の設備間
の接続を提供しかつデータアクセスおよびデータアロケ
ーションを管理する。

【００３５】中央処理装置４０Ａ、４０Ｂおよび４０Ｃ
を制御する好ましいオペレーティングシステムがＵＮＩ
Ｘ類似のオペレーティングシステムでありそしてさらに
好ましくは本明細書に教示されるところに従って修正さ
れたＯＳＦ／１である。

【００３６】メモリ要素４０Ａ、４０Ｂおよび４０Ｃは
それぞれキャッシュ制御装置５２Ａ、５２Ｂおよび５２
Ｃを具備する。これらキャッシュ制御装置は、対応する
ディレクトリ要素５６Ａ、５６Ｂおよび５６Ｃを介して
それぞれデータ記憶領域５４Ａ、５４Ｂおよび５４Ｃを
接続する（図２参照）。データ記憶領域５４ＡはＣＰＵ
４０Ａにより使用されるデータおよび制御情報を維持
し、データ記憶領域５４Ｂおよび５４Ｃは中央処理装置
４０Ｂおよび４０Ｃにより使用される情報をそれぞれ維
持する。それぞれのデータ記憶領域に維持されるデータ
はシステムアドレスに対応する単一記述子により識別さ
れる。これらの記述子は対応するディレクトリのアドレ
ス記憶場所に記憶される。記述子は単一と考えられる
が、いくつかの記述子の複数のコピーが、これらコピー
自体が類似したデータ要素のコピーを識別する場合に
は、メモリ要素４２Ａ、４２Ｂおよび４２Ｃにわたって
存在してもよい。

【００３７】中央処理装置４０Ｂ、４０Ｂおよび４０Ｃ
により発生されるアクセス要求が、他の制御情報と共に
要求データのそれと一致するシステム仮想アドレス（Ｓ
ＶＡ）要求部分または記述子を含む。キャッシュ制御装
置５２Ａ、５２Ｂ、５２Ｃは、要求データが対応記憶要
素５４Ａ、５４Ｂ、５４Ｃに記憶されているかどうかの
決定によってそれぞれの中央処理装置４０Ａ、４０Ｂ、
４０Ｃが発生するアクセス要求に応答する。もし記憶さ
れていれば、情報のその項目が要求プロセッサによる使
用のため転送される。もし記憶されていなければ、キャ
ッシュ制御装置５２Ａ、５２Ｂ、５２Ｃはライン４８
Ａ、４８Ｂ、４８Ｃを通じてネットワーク４６への要求
を含むパケットを送信する。

【００３８】このパケットがネットワーク内、詳述する
とリング０のセグメント、を通じて移動するに応じて、
プロセッシングセル内のキャッシュ制御装置がそれら自
身のディレクトリを検査し、（もし発見されれば）要求
されるデータを応答パケットにて送る。同様に、局所的
なルート指定要素がそのディレクトリを検査する。もし
このディレクトリが要求データが適宜のアクセス状態に
て局所リング中にあることを示せば、ルート指定セルは
要求パケットが局所的なリングバスを通じて継続可能に
する。もしそうでなければ、ルート指定セルはパケット
を抽出しそして関連のレベル１セグメントへ送る。

【００３９】未解決の要求パケットは同様の仕方でレベ
ル１セグメントを移動する。すなわち、それは関連のレ
ベル１のルート指定セルのディレクトリと比較される。
もしこれらディレクトリのうちの一つが、下位のレベル
０セグメントに適宜のアクセス状態にて要求データを列
挙すれば、要求はそのセグメントへ送られる。そうでな
ければ、要求は階層構造中の高位レベル（もしあれば）
へ送られてもよいしまたは要求発生体に未解決のまま戻
されてもよい。

【００４０】要求データを包含するパケットが異なる機
構によって要求しているセルの方へ戻るようルート指定
される。第１の機構が要求セルのアドレスまたは識別子
に頼るものである。ここで、それぞれの要求セルはその
要求パケット内に当該セルを一意に識別する識別子を含
む。ひとたび当該パケットが応答するセルに到達すれ
ば、そのセルはデータと対応する記述子とともに要求体
識別子を応答パケットへコピーする。応答パケットがセ
グメントのリングを移動するに応じて、ルート指定セル
は要求体識別子を検査し、要求セルが下位すなわち親セ
グメントにあるかどうかを決定しそれに従ってパケット
をルート指定する。

【００４１】第２の機構が、プロセッシングセルにより
要求されるがこれら要求に応答して明確には発生されな
いデータを含む応答パケットと結合して使用される。一
例として、かかる機構は２つまたはそれ以上の要求セル
が読取り専用型コピー要求を遠方セルに保持される特定
の一データへ発する場合に適用する。本発明の好ましい
実施例に従い、ネットワークはこれら要求のうちの少く
ともいくつか（しかしすべてではない）がこの一データ
のコピーを有するプロセッシングセルに到達するのを回
避すると仮定すれば、応答セルは、ここに到達した要求
パケットの要求体識別子だけを有する応答パケットを発
生する。

【００４２】データコヒーレンシがデータ要求および転
送に応答するプロセッシングセルの協働作用により維持
される。詳述すると、第１のプロセッシングセルによる
所有権アクセス型要求パケットの発生に随伴して、関連
メモリはその記憶物理空間を割り付け、要求データを保
持する。これと同様に、要求データが以前に記憶された
プロセッシングセルからのこの一データの転送に随伴し
て、関連メモリは、この一要求データの記憶のため以前
に割り付けられていた物理記憶空間の割り付け解除を行
う。

【００４３】これら協働作用は図２および図３に図示さ
れている。これら図面では第１に、データサブページを
表すＤＡＴＵＭ（０）、ＤＡＴＵＭ（１）およびＤＡＴ
ＵＭ（２）は、ＣＰＵ４０Ａと結合したメモリ要素４２
Ａの記憶部に保持される。記述子ｆｏｏ、ｂａｒおよび
ｂａｓはディレクトリ５６Ａに記憶されるこれらデータ
にそれぞれ対応する。かかる記述子はそれぞれ記憶部４
２Ａにおけるその関連情報信号の場所を指示するポイン
タを具備する。

【００４４】ＣＰＵ４０Ｂと結合したメモリ要素４２Ｂ
は、これらもまたデータサブページを表すＤＡＴＵＭ
（２）およびＤＡＴＵＭ（３）を記憶する。これらのデ
ータ要素のそれぞれに対応するものがディレクトリ５６
Ｂに保持される記述子ｃａｒおよびｂａｓである。ＤＡ
ＴＵＭ（２）およびその記述子ｂａｓは記憶部４２Ａか
らコピーされそれゆえ同一ラベルを保持する。

【００４５】図２の装置はＣＰＵ４０Ｃと結合したメモ
リ要素５４Ｃにはいずれのデータをも記憶しない。

【００４６】図３は、ある一データが、当該一データへ
のアクセスをまだ有していないプロセッシングセルによ
り当該一データについての所有権と結合してどのように
移動するかを図示している。詳述すると、図３は、ＣＰ
Ｕ４０Ｃおよびメモリ４２Ｃから構成されるプロセッシ
ングセルによるＤＡＴＵＭ（０）についての未解決の所
有権要求の発行に続く当該ＤＡＴＵＭ（０）の移動を図
示する。まず、要求に随伴して、キャッシュ制御装置５
２Ｃはメモリ要素４２Ｃの記憶部５４Ｃの物理記憶空間
を割り付ける。

【００４７】メモリ４２Ａにより発生される応答パケッ
トが要求データＤＡＴＵＭ（０）を当該要求データＤＡ
ＴＵＭ（０）が以前に記憶されていたところの記憶部５
４Ａから要求体の記憶部５４Ｃへ転送する。これに随伴
してキャッシュ制御装置５２Ａは一要求データを以前に
保持していた記憶部５４Ａのその空間の割り付け解除を
行う。同時に、キャッシュ制御装置５２Ａは（記憶部５
４ＡのＤＡＴＵＭ（０）を識別するのに以前使用されて
いた）記述子ｆｏｏの無効化をディレクトリ５６Ａにお
いて遂行し、そしてキャッシュ制御装置５２Ｃは、記憶
部５４Ｃで信号を識別するのに引き続き使用される当の
同じ記述子をディレクトリ５６Ｃに再度割り付ける。

【００４８】記述子に加えて、メモリ要素４２Ａ〜４２
Ｃはアクセス状態情報をデータへ割り当てそしてそれぞ
れの記憶部で信号を制御する。無効状態、読取り専用状
態、所有権状態およびアトミック状態を含むこれらアク
セス状態はデータが所定のプロセッサによりアクセスさ
れる態様を支配する。あるメモリ要素の関連ＣＰＵがそ
のメモリ要素に記憶される一データに対する修正アクセ
スを維持している場合の当該一データには所有権状態が
割り当てられる。一方、あるメモリ要素の関連ＣＰＵが
そのメモリ要素に記憶される一データに対する優先アク
セスを維持している場合の当該一データには読取り専用
状態が割り当てられる。なお、「ｂａｄ（不良）」デー
タと関連する一つの意図されるデータには無効状態が割
り当てられる。

【００４９】本発明により構成されるディジタルデータ
プロセッシング装置におけるデータ移動およびメモリコ
ヒーレンスのための好ましい構造体の説明が別途米国特
許出願第１３６，９３０号、米国特許出願第３７０，２
８７号、米国特許出願第５２１，７９８号および米国特
許出願第５３１，５０６号を参照することにより得られ
る。

【００５０】セグメントバス図４は図１の例示のレベル０セグメント１２Ａのための
好ましい構成を図示する。セグメント１２Ａはバスセグ
メント２０Ａを通じてセル相互接続部２２Ａ、２２Ｂお
よび２２Ｃにより相互接続されたプロセッシングセル１
８Ａ、１８Ｂおよび１８Ｃを具備する。ルート指定装置
２８Ａが、図１のレベル０のセグメント１２Ａと、もし
親であればレベル１のセグメント１４ａとの間の相互接
続を提供する。このルート指定装置２８Ａはセル相互接
続部３２Ａを介しバス２０Ａを通じて結合される（図参
照）。例示のバスセグメント２０Ａの構造およびセル相
互接続部２２Ａ、２２Ｂ、２２Ｃおよび３２Ａとの相互
関係は米国特許出願第６９６，２９１号などを参照する
ことによって理解されよう。

【００５１】プロセッシングセル図５は図示の実施例の例示のプロセッシングセル１８Ａ
のための好ましい構造を図示する。図示のプロセッシン
グセル１８Ａは、外部装置接続部６０と結合された中央
処理装置５８とそれぞれプロセッサバス６６および命令
バス６８を介するデータサブキャッシュ部６２および命
令サブキャッシュ部６４とを具備する。

【００５２】接続部６０が従来の態様で外部装置バス７
０を介してたとえばディスクドライブ１９Ａなどの外部
装置との通信を提供する。この図に示された回路のより
完全な理解がたとえば、米国特許出願第１３６，９３０
号、米国特許出願第３７０，３２５号および米国特許出
願第４９９，１８２号などを参照することによって得ら
れる。

【００５３】メモリシステム上述したように、本発明の好ましい実施例に従って構成
された多重処理装置１０が、それぞれの一データに関連
づけられるシステム仮想アドレス（ＳＶＡ）に基づく単
一記述子の参照によりプロセッシングセル１８Ａ、１８
Ｂ、…１８Ｒへ割り付けられる個別のデータ要素へのア
クセスが可能である。例示の装置１０においては、この
能力の実行はネットワーク４６を介する応答パケットお
よび要求の転送と関係するプロセッシングセルメモリシ
ステムの組合せ作用により行われる。以下の説明ではこ
れは総括的に「メモリシステム」と呼ばれる。

【００５４】例示のシステムのプロセッサ、たとえばプ
ロセッサ４０Ａ、４０Ｂ、４０Ｃは２つの１次論理接続
部を介してメモリシステムと通信を行う。第１の接続部
は、ロード命令および記憶命令により実行されるデータ
アクセス接続部である。データアクセスモードでは、プ
ロセッサはメモリシステムにシステム仮想アドレスおよ
びアクセスモード情報を提供し、そしてメモリシステム
は、データを包摂するサブページを見出しそして当該デ
ータを戻すことによりこのアクセスを満足させるよう試
みる。

【００５５】第２の論理接続モードはメモリシステム制
御命令により実行される制御アクセスである。制御アク
セスにおいては、プロセッサはメモリシステムに対して
ある副作用（side access)を遂行し任意のページから実
データ以外の所定の情報を戻すよう命令する。１次接続
部に加えて、オペレーティングシステム５１（たとえば
先のオペレーティングシステム）は、構成、保守、障害
回復および診断のためにＳＰＡ空間での制御場所を使用
する。

【００５６】メモリシステムは記憶の階層化を実施す
る。例示の好ましい実施例においては、各プロセッシン
グセルは０．５メガバイトのデータを記憶するサブキャ
ッシュ部を有する中央処理装置（またはＣＥＵ）を備え
る。これらのプロセッシングセルは３２メガバイトのデ
ータを記憶するキャッシュ部をも具備する。さらに、た
とえば、１５個のプロセッシングセルを有する所望のレ
ベル０が全部で４８０メガバイトを記憶する。たとえ
ば、レベル０の３２倍のバイトを有する所望のレベル１
が全部で１５３６０メガバイトを有する。

【００５７】メモリシステムは、ページ単位およびサブ
ページ単位でデータを記憶する。たとえば、各個別のキ
ャッシュ部が２０４８ページに細分される３２メガバイ
トのシステム仮想アドレス空間を記述する。ページは２
⁷ （１２８）バイトの１２８個ののサブページへ分割さ
れる２¹⁴（１６３８４）バイトを包摂する。メモリシス
テムはキャッシュ部の記憶をページをベースにして割り
付け、そしてシステム仮想アドレス空間の各ページはシ
ステムで完全に表示されるかまたはまったく表示されな
い。メモリシステムはデータをサブページの単位でキャ
ッシュ部に分配する。

【００５８】システム仮想アドレスのページがシステム
に存在するとき以下が成り立つ。（１）一つまたはそれ以上のキャッシュ部が記憶の或る
ページをページへ割り付け、ページの各サブページが、
空間が割り付けられた一つまたはそれ以上のキャッシュ
部に記憶されるが、（２）空間がページについて割り付けられた各キャッシ
ュ部がページのサブページのすべて（またはいずれ）の
コピーを包摂してもよいし包摂しなくともよい。

【００５９】本発明に従って構成されるディジタルデー
タプロセッシングシステムで使用するのに好適なメモリ
システムの別途の評価が上述の米国特許出願、たとえば
米国特許出願第１３６，９３０号、米国特許出願第３７
０，２８７号、米国特許出願第５２１，７９８号、米国
特許出願第５３１，５０６号を参照することにより得ら
れる。

【００６０】サブページの状態サブページ状態は、無効状態、読取り専用状態および所
有状態という３つの種別のサブページ状態について定義
される。これら３つの種別は、それらの種別が可能にす
るアクセスに応じて強さ順に並べられる。無効状態はな
んらのアクセスも許容しない。読取り専用状態はロード
および命令取出しアクセスを許容する。いくつかの所有
状態があり、すべてロードアクセスを許容しそしてキャ
ッシュ部がネットワーク４６からのデータ要求に応答す
るのを許容し、あるものは記憶アクセスを許容する。一
つのキャッシュ部だけが所定の時間に所有状態の所定の
サブページを保持可能である。所有状態のサブページを
保持するキャッシュ部はサブページ所有者と呼ばれる。
各サブページの所有権は、所有権を要求する（たとえば
サブぺージ獲得またはサブページ開放命令などの）アト
ミック状態命令、特別のロード命令およびストアあるい
は格納命令を通じてプロセッサが所有権を要求するのに
応じてキャッシュ部からキャッシュ部へと移動する。

【００６１】無効状態サブページがキャッシュ部に存在しないときは、そのキ
ャッシュ部について無効状態にあるといわれる。もしプ
ロセッサがその局所あるいは局部のキャッシュ部にて無
効状態にあるサブページへのロードまたは格納を要求す
れば、引き続きそのキャッシュ部はデータアクセスを満
足するためにある他の状態のサブページのコピーを要求
しなければならない。無効記述子状態および無効状態と
いう２つの無効状態がある。

【００６２】所定のキャッシュ部が所定ページについて
何らの記述子も有さないとき、そのページのすべてのサ
ブページはそのキャッシュ部で無効記述子状態にあると
いわれる。こうして無効記述子状態にあるサブページは
キャッシュ部で明示的に表示されない。

【００６３】ＣＥＵが無効記述子状態にあるサブページ
を参照するとき、局所キャッシュ部は（現在のセット
の）複数の記述子の一つをシステム仮想アドレスへ割り
付けねばならない。記述子割付けが完了した後、ページ
中のすべてのサブページは無効状態を有する。

【００６４】局所キャッシュ部が所定のページについて
記述子を有するが、所定のサブページがそのキャッシュ
部に存在しないとき、そのサブページは無効状態にあ
る。局所キャッシュ部は他のキャッシュ部と通信を行う
ことによりサブページデータを得ようとする。

【００６５】読取り専用状態 read−onlyというただ一つの読取り専用状態がある。い
ずれの数のキャッシュ部も所定のサブページを、当該サ
ブページの所有者がそのサブページを非排他的状態に保
持していれば、読取り専用状態に保持可能である。サブ
ページの所有者がいずれか他の状態（すなわち、排他的
状態、アトミック状態または一時的アトミック状態のう
ちの一つである排他的所有権状態）を有すれば、いずれ
のセルに何らの読取り専用コピーも存在できない。ＣＥ
Ｕは読取り専用状態にあるサブページを修正できない。

【００６６】所有者状態非排他的状態および排他的所有権状態という２つの基本
的な所有者状態の種別がある。所定のキャッシュ部が所
定のサブページを非排他的状態に保持するとき、他のい
くつかのキャッシュ部はそのサブページを読取り専用状
態に保持していることが可能である。プログラム的には
非排他的状態は読取り専用状態と同様である。ＣＥＵは
非排他的状態にあるサブページを修正できない。非排他
的状態は基本的にはメモリシステムにより使用されるブ
ックキーピング状態であり、それはサブページの所有権
を定義する。

【００６７】排他的所有権状態は排他的状態、アトミッ
ク状態および一時アトミック状態である。所定のキャッ
シュ部が所定のサブページを排他的所有権状態に保持す
るとき、何らの他のキャッシュ部もそのサブページの読
取り専用または非排他的コピーを保持し得ない。もし局
所キャッシュ部が排他的所有権状態でサブページを有す
れば、ＣＥＵは、セグメント変換テーブルがセグメント
への書込みアクセスを承認しそして記述子無書込フラグ
が明瞭であれば、サブページデータを修正できる。

【００６８】アトミック状態アトミック状態は排他的状態よりも強力な形式の所有権
状態である。サブページはプログラムによる明示の要求
の結果としてアトミック状態へ入ったり出たりするだけ
である。

【００６９】基本的には、アトミック状態はシステム仮
想アドレス空間でいずれのサブページにも単一スレッド
型のアクセスを行うのに使用できる。プロセッサが、サ
ブぺージ獲得待ちなし命令を実行しサブページがアトミ
ック状態に入ることを要求するとき、もしサブページが
まだアトミック状態でなければこの命令は普通に完了す
るだけである。こうして、サブページでのアトミック状
態は簡単なロック機構あるいは鍵として使用できる。か
かるロック機構は、排他的状態のサブページを最初獲得
し順次状態を排他状態からアトミック状態へ変化するこ
とによりサブぺージ獲得待ちなし命令が普通に完了する
とき、ロックされる。ロック機構は、サブページ開放命
令を実行することによりロック解除が行われる。サブペ
ージ開放命令はアトミックまたは一時的アトミック状態
でサブページがキャッシュ部に存在することを要求す
る。局所キャッシュ部はサブページを得、順次このサブ
ページをアトミックまたは一時的アトミック状態から排
他的状態へ変化する。（もしサブページが一時的アトミ
ック状態を有すれば、動作はより複雑であるが、効果は
プログラム的には同様である）。

【００７０】アトミック状態がサブページにのみ関連づ
けられることに注意されたい。所定のオペレーティング
システムプロセス（標準的にはユーザプログラム）また
は所定のセルとの関連性はない。プロセスがサブぺージ
獲得命令を実行しアトミック状態のサブページを獲得し
引き続きオペレーティングシステム５１により切り替え
られそれが別のセルで実行を継続することが可能であ
る。そのプロセスは２番目のセルで実行を継続しそして
最終的にはサブページ開放命令を実行し、サブページを
解放する。これら２つの命令間で、サブページの単一の
コピーだけが全メモリシステムにありそれゆえそれはア
トミックまたは一時的アトミック状態にある。種々のプ
ロセッサがサブページを参照する命令を実行するに応じ
てその単一有効コピーはセルからセルへと移動する。所
定のプロセスがアトミック状態を獲得しそして別のプロ
セスがアトミック状態を解放することが可能である。

【００７１】アトミック状態は簡単にいえばサブページ
に関連づけられた追加フラグである。サブページのデー
タ状態に加えてアトミック状態を使用するプロトコルを
実行できる。データだけを使用して実行されるプロトコ
ルがエラーを有し得るのと同様にアトミック状態プロト
コルにも欠陥があり得る。ハードウエアは、セグメント
変換テーブルそして記述子無アトミックにより課される
アクセス制御を越えるアトミック状態の使用に何らの検
査動作も課さない。

【００７２】一時的アトミック状態サブぺージ獲得待ちなし命令は常にその定められた実行
時間内に完了するが、それは（メモリシステムのサブペ
ージの現在の状態に依存して）成功するかまたは失敗し
得る。第２の命令形式がサブぺージ獲得待ちであり、こ
れはサブページが排他的状態で得られそしてアトミック
状態へ変化されるまでは完了しない。サブぺージ獲得待
ち命令はプログラマからサブぺージ獲得命令が成功した
か否かを決定するという重荷を取り除く。もしプロセッ
サがサブぺージ獲得待ちを実行するときにサブページが
すでにアトミックまたは一時的アトミック状態であれ
ば、プロセッサは、サブページが解放され、局所キャッ
シュ部によって獲得せられそして排他的状態からアトミ
ックまたは一次的アトミック状態へと変化されるまで時
間を稼ぐ。サブぺージ獲得待ち命令の使用は、セルが
「ロック機構をロック」する機会を待つ際にキャッシュ
部間で送られるメッセージの数を減じ得る。

【００７３】一時的アトミック状態命令がサブぺージ獲
得待ちが効率よく機能できるようメモリシステムによっ
て自動的に使用される。その使用はプログラマに完全に
見えない。もしサブページがアトミック状態にありそし
て別のキャッシュ部がそのサブページでサブぺージ獲得
待ち命令を実行すれば、そのサブページは保持キャッシ
ュ部にて一時的アトミック状態に入る。サブページが後
にサブページ開放命令で解放されるとき、一時的アトミ
ック状態はサブページをしてネットワーク４６上に特別
の解放状態にて追い出されるよう強制する。解放キャッ
シュ部はサブページについてのそれ自身の状態を無効状
態へ変える。サブぺージ獲得を実行しつつあるいずれの
キャッシュ部もサブページを見つけそしてそれを受け取
る。受け取ったキャッシュ部は引き続きそのサブぺージ
獲得命令を完了し得、そしてサブページはそのキャッシ
ュ部で一時的アトミック状態に入る。この動作は、追い
出されるサブページがいずれの他のキャッシュ部によっ
ても受け取られない時間まで、連続するサブぺージ獲得
およびサブページ開放命令ごとに生ずる。この時間に、
解放を遂行するキャッシュ部はそのサブページを（サブ
ページが解放されたときにセットされた）無効状態から
排他的状態へ変化させる。

【００７４】本発明により構成されたディジタルデータ
プロセッシング装置で使用される好ましいサブページ状
態の別途の評価が上述の米国特許出願の参照により得ら
れる。

【００７５】キャッシュ部ディレクトリキャッシュ部ページおよびシステム仮想アドレス（ＳＶ
Ａ）ページ間の関連性は各キャッシュ部によってそのキ
ャッシュ部ディレクトリに記録される。各キャッシュ部
ディレクトリは記述子から構成される。一つのキャッシ
ュ部にはメモリの各ページごとに一つの記述子がある。
所定の時間に各記述子は有効であるとあるいは無効であ
るといわれる。もし記述子が有効であれば、対応するキ
ャッシュ部メモリページはシステム仮想アドレス空間の
ページと関連づけられ、そして記述子は関連のシステム
仮想アドレスページアドレスおよび状態情報を記録す
る。もし記述子が無効であれば対応するキャッシュ部メ
モリページは論理的に使用状態にない。記述子に関連づ
けられる何らの明示の有効性フラグがなく、もし固定(a
nchor)フィールドおよび保持フィールドが両方ともクリ
アで何ら有効なサブページもシステム仮想アドレスペー
ジについて存在しなければ、記述子は無効であると考え
られる。

【００７６】各キャッシュ部ディレクトリは連想記憶装
置として作用する。これは、キャッシュ部が、その記述
子のすべてを通じての反復的なサーチなしにシステム仮
想アドレス空間の所定ページについて記述子を配置する
のを可能にする。各キャッシュ部ディレクトリは１２８
個のセットを持つ１６ウエイセット連想方式メモリとし
て実施される。システム仮想アドレス空間のページのす
べてが、それぞれがキャッシュ部ディレクトリセットと
関連づけられる１２８個の等価クラスに分割される。あ
るページについての記述子だけがページの等価クラスに
対応したキャッシュ部ディレクトリのセットに記憶でき
る。等価クラスはＳＶＡ［２０：１４］により選択され
る。各セットに１６個の要素があるから、いずれの所与
の時間にも、キャッシュ部はＳＶＡ［２０：１４］につ
いて同様値をもつ１６ページしか記述できない。

【００７７】キャッシュ部ディレクトリの好ましい構成
が図６に示されている。システム仮想アドレスへの参照
が行われるとき、キャッシュ部は、それが要求された情
報を有するか否かを決定しなければならない。これは、
キャッシュ部内の一セットを選択し順次当該セットの記
述子すべて検査することにより達成される。ＳＶＡ［２
０：１４］はセットを選択する。通常のアーキテクチャ
において、選択されたセットの記述子のそれぞれはＳＶ
Ａ［６３：２１］に対して同時に比較される。２４０Ｍ
ｂｙｔｅのシステム仮想アドレス空間を有する好ましい
実施例において、これはＳＶＡ［３９：２１］との比較
を意味する。セットの要素のうちの一つが所望されるペ
ージについての記述子であれば、対応する比較器は一致
を指示する。セット数と連結される一致記述子の組のイ
ンデックスはキャッシュ部のページを識別する。

【００７８】もし一つまたはそれ以上の記述子が一致す
ればキャッシュ部は多重記述子一致の例外を合図する。
もし何らの記述子も一致しなければ、キャッシュ部は記
述子を割り付けかつネットワークからデータを要求す
る。割り付けまたはデータ要求のいずれかが失敗するこ
とがあり得、そのためキャッシュ部は誤動作をＣＥＵに
指示する。

【００７９】一セットを選択するＳＶＡ［２０：１４］
の使用は機能的にはＳＶＡのアドレスにわたるハッシュ
関数である。オペレーティングシステム５１はＳＶＡの
アドレスを割り当て、このハッシュ関数が通常のケース
で良好な性能を与える。単一のセグメントの多数ページ
の参照および多数セグメントの第１ページの参照という
２つの重要な分配ケースがある。このセットセレクタは
ページの隣接群に対して良好なキャッシュ部の挙動ある
いは振舞いを発生する。なぜなら、１２８個の隣接ペー
ジが１２８個の明確なセットに存在するからである。し
かし、このセレクタはＳＶＡ［２０：１４］において同
様の値を有する多数ページに対して不満足なハッシュ挙
動を発生する。オペレーティングシステム５１は後者の
状況を、セグメント内のデータの論理的起点(origin)を
変化させることにより回避できる。たとえば、それぞれ
のプログラム事象記録プロセス（per-process)形式ユー
ザースタックは異なるセグメントオフセット（相対位
置）で開始できる。

【００８０】記述子の内容セルがサブページに対する要求に応答するとき、それは
局部キャッシュにおいて一定記述子フィールドの値およ
びサブページデータを供給する。応答がリクエスタ（要
求者）へ戻るとき、それは、（もしそれが何らの他の有
効なサブページも有しなければ）これらフィールドを記
述子フィールドへコピーするか、またはこれらフィール
ドの論理和（ＯＲ）をとりリクエスタへ入れる。ある記
述子フィールドはレスポンダ（応答者）により決して供
給されないしまたリクエスタにより更新されもしない。

【００８１】好ましい実施例において、記述子フィール
ドは以下のように定義される。ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｔａｇ（１９ビット）システム仮想アドレスのビット［３９：２１］。このフ
ィールドは、対応する記述子により指定されるシステム
仮想アドレス空間の特定のページを識別する。所与のセ
ルの所与のセットについて、このフィールドは全１６個
の記述子の間で単一でなければならない。オペレーティ
ングシステム５１は、それがシステム仮想アドレスペー
ジを生成するときこのフィールドを「セット」する。
（それは、キャッシュ初期化中にオペレーティングシス
テム５１によってもまたセットされる）。

【００８２】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ａｔｏｍｉｃｍ
ｏｄｉｆｉｅｄ（１ビット）このページのいずれのサブページもアトミック状態への
またはこれからの遷移を経験するときにキャッシュがこ
のビットフラグを１へセットする。なぜならサブぺージ
獲得またはサブページ開放命令が首尾よく実行されたか
らである。それはサブページがアトミック状態から一時
アトミック状態へ変化するときにもまたセットされる。
もしサブぺージ獲得に失敗すればサブページはすでにア
トミック状態にあるから、またもしサブページ開放に失
敗すればサブページはアトミック状態にないので、この
フラグはセットされない。このフラグはもしサブぺージ
獲得またはサブページ開放が失敗すればセットされな
い。なぜならｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｎｏａｔｏｍｉｃ
がセットされるからである。オペレーティングシステム
５１はこのフラグを０にセットしてそれがアトミック状
態変化を表していることを指示する。このフィールドは
キャッシュからキャッシュへ伝搬せられる。

【００８３】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｍｏｄｉｆｉｅｄ
（１ビット）いずれのデータもページにおいて修正されるときにキャ
ッシュがこのビットフラグを１へセットする。オペレー
ティングシステム５１は、ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｍｏ
ｄｉｆｉｅｄを０にセットしてそれがページの修正を表
していることを指示する。このフラグは、もしデータ修
正の試みが失敗すれば、セットされない。なぜならｄｅ
ｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｎｏｗｒｉｔｅがセットされるか
らである。このフィールドはキャッシュからキャッシュ
へ伝搬せられる。

【００８４】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｒｅｆｅｒｅｎｃ
ｅｄ（１ビット）キャッシュはこの参照フィールドをページへセットしそ
してフィールドを周期的にクリアする。フィールドはペ
ージが最近参照されたことを表わすのに使用される。

【００８５】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ａｎｃｈｏｒ（１
ビット）ソフトウエアがこのフィールドを設定し、他のキャッシ
ュからのデータ要求が充足されないし記述子もドロップ
されないことを指示する。別のキャッシュからのいずれ
の読出しまたは獲得要求も応答されないままリクエスタ
へ戻り、そしてあたかもページがなかったかのように取
り扱われる。このフィールドは、システム仮想アドレス
ページの生成または破壊の一部としてそしてページ記述
子修正の一部としてオペレーティングシステム５１によ
りセットされる。

【００８６】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｈｅｌｄ（１ビッ
ト）ソフトウエアがこのフィールドを設定し、たとえ何らの
サブページもキャッシュに存在しなくとも記述子はキャ
ッシュからドロップされないことを指示する。

【００８７】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｎｏａｔｏｍｉ
ｃ（１ビット）ソフトウエアがこのフィールドを設定し、いずれのキャ
ッシュもこのページのいずれのサブページのアトミック
状態をも変化しないようにする。サブぺージ獲得または
サブページ開放を実行する試みが失敗しそしてもとのプ
ロセッサへ合図される。プロセッサはｐａｇｅｎｏ
ａｔｏｍｉｃの例外を合図する。ｄｅｓｃｒｉｐｔｏ
ｒ．ｎｏａｔｏｍｉｃは、たとえいくつかのサブペー
ジがアトミック状態を有するときでも変更できる。この
フラグは、ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｎｏｗｒｉｔｅが
データ状態を変化する試みを簡単に阻止するのを同様の
仕方で、アトミック状態を変化する試みを簡単に阻止す
る。このフィールドはキャッシュからキャッシュへ伝搬
せられる。

【００８８】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｎｏｗｒｉｔｅ
（１ビット）ソフトウエアがこのフィールドを設定し、局部キャッシ
ュによるページ修正を阻止する。ページ修正の試みが失
敗しそしてもとのプロセッサへ合図される。プロセッサ
はｐａｇｅｎｏｗｒｉｔｅの例外を合図する。この
フラグは、排他的またはアトミック／一時アトミック状
態でサブページを取得するためのいずれのキャッシュの
能力にも影響を与えない。このフィールドはキャッシュ
からキャッシュへ伝搬せられる。

【００８９】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｓｕｍｍａｒｙ
（３ビット）サブページセットのサブページ状態フィールドを要約す
る。各サブページセットごとに一つの３ビット形式要約
フィールドがある。要約は、要約セット内のサブページ
について個別のｓａｂｐａｇｅｓｔａｔｅフィールド
の内容をときとどき無効にする。

【００９０】ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ｓｕｂｐａｇｅ
ｓｔａｔｅ（４ビット）サブページ状態は、３ビット形式状態フィールドと単一
ビットサブキャッシュ記憶ステータスフィールドからな
る。それはキャッシュによってセットされ、各サブペー
ジの状態を記録しそしてサブページのどの部分もＣＥＵ
サブキャッシュに存在するか否かを指示する。

【００９１】本発明にしたがって構成されるディジタル
データプロセッシングシステムにおけるキャッシュディ
レクトリおよび記述子の好ましい構成の別途の評価が上
述の関連出願、例えば米国出願第１３６，９３０号、米
国出願第３７０，２８７号、米国出願第５２１，７９８
号および米国出願第５３１，５０６号明細書を参照する
ことにより得られる。

【００９２】サブページアトミック状態命令サブページアトミック状態命令は上述の獲得および解放
動作へ向うプログラムインターフェース部である。これ
らの命令はいくつかの形式で存在し並列プログラムの正
確な同調を可能にする。

【００９３】サブぺージ獲得［ｇｓｐ．ｎｗｔ］サブぺージ獲得＆待ち［ｇｓｐ．ｗｔ］サブぺージ獲得はサブページがアトミック状態へセット
されることを要求する。サブページ獲得命令の両方の形
式について、もしサブページがいずれのキャッシュでも
アトミック状態になければ、局部キャッシュはそれをア
トミック状態で取得する。

【００９４】ｇｓｐ．ｎｗｔについて、＠ＭＥＭ状態コ
ードは、もしトラップオプションが命令中に存在しそし
てサブページがすでにアトミックであれば、当該命令が
＠ＭＥＭの変化に代わりトラップするという試みの成功
または失敗を指示する。

【００９５】ｇｓｐ．ｗｔ命令形式は、サブページがア
トミック状態で取得されるまでキャッシュをしてＣＥＵ
を停止させる。これは、もしプログラムがそれが進行で
きる前にアトミック状態を取得しなければならないので
あれば相互接続トラヒック（呼量）を減ずる。もしサブ
ページが（局部キャッシュを含む）いずれのキャッシュ
でもすでにアトミックであれば、命令はサブページが解
放されるまで待つ。局部キャッシュは順次アトミック状
態でサブページを取得する。＠ＭＥＭ状態は常に変化さ
れ成功を指示する。

【００９６】サブページ開放［ｒｓｐ］サブページ開放は、サブページをアトミック状態から取
り除くのに使用される。もしサブページが局部キャッシ
ュに存在しなければ、それは最初相互接続部を通じて要
求される。ひとたび局部キャッシュが排他的的所有権を
有すれば、ｒｓｐが進行する。もしサブページがアトミ
ック状態でなければ、サブページ開放はサブページ状態
を変化しない。この状況において、ＣＥＵはもしトラッ
プ変更子が命令について存在すればトラップする。もし
サブページがアトミック状態であれば、それは排他的状
態へ変化せられる。もしサブページが一時アトミック状
態であれば、それは排他的状態へ変化せられそして相互
接続部へ追いやられ、いずれの待機セルもアトミック状
態を取得し得る。

【００９７】ページ操作システム１０は後述する態様でページおよび記述子を取
り扱う。この議論は固定(anchored)記述子が局部キャッ
シュに存在すると仮定している。

【００９８】システム仮想アドレスページの生成ｍｐｓａの後に記述子が存在するが、すべてのサブペー
ジは無効状態にある。オペレーティングシステム５１は
ｍｐｄｗを実行し、すべてのサブページ状態が排他的状
態へセットされるべきことを指定する。これはメッセー
ジをしてネットワーク４６上に送られるようにしいずれ
の関心のあるリング要素もページの生成に注意できるよ
うにする。

【００９９】システム仮想アドレスページが、そのデー
タ値は定義されないけれども、ここに存在することにな
る。ソフトウエアは、ユーザがページを参照するのを許
容する前に、記憶命令またはｌ／０を使用しページを初
期化しなければならない。これが理由で、オペレーティ
ングシステム５１は標準的にはユーザプログラムへのア
クセスの不可能なシステム仮想アドレス場所にページを
生成し、ページデータを初期化し、そして順次、システ
ム仮想アドレスページのアドレスを変化させる（後
述）。ページは、固定(anchor)をクリアするｍｐｄｗ命
令を実行することにより包括的使用に向けて解放され
る。

【０１００】システム仮想アドレスページの破壊ｍｐｓａの後、オペレーティングシステム５１は排他的
的状態ですべてのサブページを取得しなければならな
い。これはｍｆｓｖａ命令を使用して行われる。オペレ
ーティングシステム５１はすべてのサブページが無効状
態へ変更されるべきことを指定するｍｐｄｗを順次実行
する。この命令は、いずれの関心のあるリング要素もペ
ージの破壊に注意できるようにメッセージがネットワー
ク４６を送られるようにする。システム仮想アドレスペ
ージはこの動作によりは会される。ソフトウエアは固定
をクリアする別のｍｐｄｗを実行することにより再使用
に向けて記述子を解放する。

【０１０１】記述子フィールドの変化ｍｐｄｗ命令は局部記述子の種々のフィールドを変化す
るのに使用される。それは、修正、ａｔｏｍｉｃｍｏ
ｄｉｆｉｅｄ、ｎｏｗｒｉｔｅ、無アトミックおよび
保持フィールドをセットまたはクリアできかつ固定フィ
ールドをクリアできる。ｍｐｄｗはタグを、かくして記
述子と関連づけられたシステム仮想アドレス空間アドレ
スをも変化できる。（記述子のインデックスはシステム
仮想アドレスの一部を形成するので、新規なタグは定義
によって同様のキャッシュセットにある。）

【０１０２】メモリシステムの首尾一貫性を保証するた
めに、オペレーティングシステム５１は、記述子のタグ
またはフィールドを変更するときに一定の規則に従わな
ければならない。ｍｐｄｗは、ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．
ａｎｃｈｏｒがセットされることを必要とする（命令自
体はｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ．ａｎｃｈｏｒのクリア動作
を招くけれども）。全サブページが排他的所有権状態で
局部キャッシュに存在することを種々のシーケンスが要
求する。これは、各サブページごとに、ｄｅｓｃｒｉｐ
ｔｏｒ．ａｎｃｈｏｒを設定しそしてｍｆｓｖａ．ｅｘ
を実行することにより達成される。全サブページが局部
キャッシュで非サブキャッシュ記憶されることを種々の
シーケンスが要求する。これは局部ＣＥＵでサブキャッ
シュ記憶されるであろう各サブページごとにｍｆｌｓｐ
を実行することに達成される。（ｍｆｓｖａ．ｅｘを実
行することは、サブページが他のいずれのセルのＣＥＵ
によってもサブキャッシュ記憶されないことを保証す
る。）

【０１０３】メモリシステム制御命令メモリシステム制御命令はプロセッサがメモリシステム
を直接操作するのを可能にする。データ移動およびペー
ジ状態制御という２つの種別の制御命令がある。データ
移動制御命令は、データのページおよびサブページを、
階層構造でキャッシュからキャッシュへと移動する。ペ
ージ状態制御命令はページ記述子を操作する。

【０１０４】これはＣＥＵ命令はコマンドに依存して同
期的にまたは非同期的に実行するキャッシュコマンドを
生ずる。ＣＥＵキャッシュ命令が、それが進行中である
間、キャッシュプログラム参照表（ＰＲＴ、ハードウエ
アテーブル）のエントリを占有し得る。ＰＲＴは４つの
エントリを有し、最大４つのキャッシュ命令が並列に実
行し得る。これらＣＥＵ命令のほとんどのものが要求が
満足せられまで使用状態に留まるＰＲＴエントリの割当
てを生じ同期的な挙動を提供する。たとえば、ロード／
ストア命令が同期的に実行し、（ミッシングページまた
は書込み不能ページなどの）一定のソフトウエアにより
制御される例外が予測可能な仕方で解決される。ｐｃｓ
ｐ（先取りキャッシュサブページ）命令およびｐｓｔｓ
ｐ（事後格納サブページ）命令は以下で説明するように
非同期的に動作する。

【０１０５】同期誤りが標準的にはトラップシーケンス
を実行するＣＥＵで生ずる。非同期誤りが、実際のハー
ドウエア誤りから生ずるかまたはいくつかの他のキャッ
シュからの要求により引き起こされる。かかる誤りはメ
モリシステムの割込みあるいは中断によって報告され
る。

【０１０６】フェッチサブページ命令ｍｆｓｖａ命令はオペレーティングシステム５１が、読
み出し専用または排他的的所有権状態のサブページを取
り出すのを可能にし、サブページのシステム仮想アドレ
ス場所を指定する。これは、ｐｃｓｐにより必要とされ
るようなＤＳＴＴ変換の確立という労力をオペレーティ
ングシステム５１から減ずる。

【０１０７】フラッシュサブキャッシュ記憶サブページ命令ｍｆｌｓｐ命令は指定サブページが局部ＣＥＵでサブキ
ャッシュ記憶されないことをキャッシュが保証するよう
にする。もしサブページが無効記述子状態または無効状
態にあれば、何らの記述子も割り付けされずそしてサブ
ページはネットワーク４６を介して要求されない。

【０１０８】再結合サブページ命令ｍｒｃｓｐ命令は、オペレーティングシステム５１が、
所有権を別のキャッシュへ移動させることにより一ペー
ジについてアクティブな記述子の数を減ずるのを可能に
する。キャッシュのバックグラウンド再結合アクティビ
ティとは異なり、この命令はキャッシュ構成パラメータ
によって制御されない。ページ状態制御命令はシステム
仮想アドレス空間の個別のページに対して動作する。

【０１０９】固定記述子命令ｍｐｓａ命令は局部キャッシュの固定記述子をシステム
仮想アドレスページに提供する。もし記述子がｍｐｓａ
の前にすでに存在していたならば、その固定フラグがセ
ットされる。そうでなければ、キャッシュはある記述子
を割り付けそして順次固定フラグをセットする。ページ
状態制御が、システム仮想アドレスページについて固定
記述子が局部キャッシュに存在することを要求する。

【０１１０】書込み記述子命令ｍｐｄｗ命令はシステム仮想アドレスページを生成およ
び破壊しそして既存のシステム仮想アドレスページの記
述子フラグを変化するのに使用される。ｍｐｄｗは、ｍ
ｐｓａ命令を使用して、オペレーティングシステム５１
がページのための固定記述子を最初取得することを要求
する。

【０１１１】本発明により構成されるディジタルデータ
プロセッシングシステムにおけるメモリシステム制御命
令の別途の評価が上述の関連出願、例えば米国出願第１
３６，９３０号、米国出願第３７０，２８７号、米国出
願第５２１，７９８号および米国出願第５３１，５０６
号を参照することにより得られる。

【０１１２】仮想記憶システム上述したように、オペレーティングシステム５１はデー
タをアクセスおよび割り付けを管理するための機構を具
備する。この機構は、「仮想記憶」または「ＶＭ」シス
テムと呼ばれる。オペレーティングシステム５１の一部
として、ＶＭシステムの少くとも一部は、たとえば中央
処理装置４０Ａ、４０Ｂ、４０Ｃとの協働動作のため、
どのセルにも存在する。

【０１１３】ＶＭシステムは３つの主要な責任を担う。
第１に、それは各プロセスの文脈アドレス（ＣＡ）空間
を管理する。これは、セグメント変換テーブルエントリ
（ＳＴＴＥ）を使用する、システム仮想アドレス空間の
ある帯域へのＣＡ空間のマッピングを含む。これはプロ
セス管理をも含む。これら機能の態様を以下で別途詳述
する。

【０１１４】第２に、ＶＭシステムはほとんどのトラッ
プ条件およびページフォールトの解決に対して責任を負
う。このタスクの一部が、「ラインフル（line full)」
などのより過酷な種別のフォールトおよびデバイスへの
またはこれからのページングを招くフォールトの頻度を
減ずることである。これは、システムで利用できる物理
メモリのできるだけ効率のよい使用を行うことを試みる
ことにより処理される。この第２の機能の態様が、本出
願と同時に出願せられた「分散型メモリシステムを有す
る改善されたディジタルデータプロセッサ」という表題
の本出願人による出願に詳細に述べられている。

【０１１５】第３に、それはシステム仮想アドレス空間
を管理する。これは、対象物（ファイル、デバイスな
ど）のシステム仮想アドレス帯域へのマッピングおよび
これら帯域のためのアトミック状態情報の維持を含む。
本発明のこの様相の態様が、本出願と同時に出願せられ
た「改善されたページングを有するディジタルデータプ
ロセッサ」という表題の本出願人による出願明細書に詳
細に述べられている。

【０１１６】アドレス指定システム１０のメモリアーキテクチャは、文脈アドレス
（ＣＡ）空間およびシステム仮想アドレス（ＳＶＡ）空
間という２つのレベルの関係アドレス空間からなる。文
脈アドレス空間はメモリへのプログラマインターフェー
ス部である。システムには多くの文脈アドレス空間があ
る。システム仮想アドレス空間は、すべての文脈アドレ
ス空間からのデータを記憶する。ただ一つだけのシステ
ム仮想アドレス空間がある。別のアドレス空間のシステ
ム物理アドレス空間（ＳＰＡ）はハードウエア制御レジ
スタを画定する。

【０１１７】たとえば４０Ａ〜４０Ｃなどのプロセッサ
は命令およびデータ参照を区別する。命令参照はシーケ
ンシャル命令の取出しの結果として、すなわち、プロセ
ッサは制御流れ類別の命令を実行したから生ずる。文脈
アドレス空間への他のすべての参照はロード／ストア類
別の命令により行われそしてデータ参照として分類され
る。

【０１１８】命令サブキャッシュがイネーブルとされる
とき、プロセッサは命令の文脈アドレス参照をアクセス
命令の一部としてシステム仮想アドレスへ変換する。デ
ータサブキャッシュは常にイネーブルとされ、そしてデ
ータの文脈アドレス参照は常にアクセスデータの一部と
してシステム仮想アドレスへ変換される。

【０１１９】文脈アドレス空間が２次元形式のセグメン
ト化されたアドレス空間である。各セグメントはセグメ
ント数により識別される。文脈空間のアドレスがセグメ
ント数とセグメント内でのオフセットとから構成され
る。各文脈アドレス空間は、文脈セグメント数からシス
テム仮想アドレス空間場所への一組のマッピングにより
定義される。文脈アドレス空間からシステム仮想アドレ
ス空間へのマッピングはシステムのソフトウエアにより
制御される。各セグメントの定義は下記から構成され
る。

【０１２０】システム仮想空間の起点：セグメントの始
めの線形システム仮想アドレス空間における場所サイズ：各データセグメントは２²²ないし２⁴⁰バイトの
範囲の長さを有する。各命令セグメントは２²²ないし２
⁴⁰バイトの範囲の長さを有する。アクセス制御：各データセグメントは、それが読み出さ
れ得るか、書き込まれ得るか、または実行され得るかど
うかを決定する一組のアクセス制御許可を有する。命令
セグメントは、もし変換がプロセッサへ知られれば参照
されることができる。

【０１２１】異なる文脈空間からのセグメントがシステ
ム仮想アドレス空間の同様の場所に変換される。これは
データおよびプログラムの共用を促進する。しかし、シ
ステム仮想アドレス空間の所与の部分が命令とデータと
の両方としての同時使用はできない。各文脈はそれ自身
のアクセス制御情報を有するので、共用は文脈空間の基
礎により文脈空間で制御できる。

【０１２２】図７は文脈アドレス空間のこのマッピング
を図示する。６０および６２という２つの文脈がある。
文脈６０が４つのセグメント６０Ａ〜６０Ｄからなり、
文脈６２は５つのセグメント６２Ａ〜６２Ｅからなる。
各セグメントはセグメント数により識別される。たとえ
ば、セグメント６０Ａはセグメント数１０により識別さ
れ、セグメント６０Ｂはセグメント数１０３により識別
される（以下同様）。

【０１２３】図７の矢印は、セグメント６０Ａ〜６０Ｄ
および６２Ａ〜６２Ｅのシステム仮想アドレス空間への
マッピングを図示する。図に示されるように、２つの文
脈６０，６２からのいくつかのセグメントはシステム仮
想アドレス空間の共通空間へ写像する。

【０１２４】ＶＭシステムを有するシステム１０はシス
テム仮想アドレス空間の一部が一つのセグメントまたは
数個のセグメントとして観察される（文脈空間６０のセ
グメント６０Ｂおよび６０Ｄそして文脈空間６２のセグ
メント６２Ｄのように）のを可能にする。システムアー
キテクチャはまた同様の文脈アドレス空間の同じまたは
異なるサイズの複数のセグメントが同様のシステム仮想
アドレス空間を参照する（文脈空間６２のセグメント６
２Ｄおよび６２Ｅのように）のを可能にする。

【０１２５】システム仮想アドレス空間はキャッシュ４
２Ａ〜４２Ｃによるメモリ管理部への通常のアクセス路
である。上述したように、システム仮想アドレス空間へ
の参照が、参照される項目を含むシステム仮想アドレス
空間ページについてキャッシュを探索することに満足さ
れる。もし必要な部分がキャッシュのいずれにも存在し
なければ、例外が合図される。ソフトウエアはハードウ
エアと協働したとえばディスク記憶装置などのＩ／Ｏ装
置へのおよびこれからのデータの移動を含むキャッシュ
で入手可能な必要なデータを有する。この点について、
上述の「改善されたページングを有するディジタルデー
タプロセッサ」という表題の本出願人による出願明細書
を参照されたい。

【０１２６】システム１０のメモリアーキテクチャのプ
ログラマの視野範囲は２次元形式の文脈アドレス空間で
ある。ＶＭシステムはシステム仮想アドレス空間への文
脈（context address)セグメントのマッピング（写像）
を制御しこのことはアプリケーションプログラムに対し
て透過性である。文脈空間のアドレスが文脈アドレスと
呼ばれる。文脈アドレスが、オフセット（ＣＡ．ｏｆｆ
ｓｅｔ）に連結されたセグメント数（ＣＡ．ｓｅｇｍｅ
ｎｔ）からなる。ＣＡ．ｓｅｇｍｅｎｔのサイズはセグ
メントサイズに従って変化する。このことが図８に示さ
れている。

【０１２７】セグメント数とオフセットとの間の境界が
アドレス自身の検査によっては決定できないことが評価
されるであろう。特定の文脈アドレスを包含するセグメ
ントを決定するためには、プログラムはセグメントを定
義するデータ構造へのアクセスを持たねばならない。

【０１２８】アドレス変換ＶＭシステムは例えば４０Ａ〜４０Ｃなどの中央処理装
置の設備を使用し、文脈セグメント数からシステム仮想
アドレス空間への変換として文脈アドレス空間を画定す
る。たとえば４０ＡなどそれぞれのＣＰＵは文脈セグメ
ントの限定数を、セグメント変換テーブル（ＳＴＴ）と
呼ばれる内部テーブルを会してシステム仮想アドレス空
間へ自動的に変換できる。命令の取出しのために一つが
そしてデータ参照のために一つのＳＴＴがある。ＳＴＴ
は完全連想型テーブルであり、命令側テーブルは８つの
エントリを有し、データ側テーブルは１６個のエントリ
を有する。ＳＴＴの個別のエントリはセグメント変換テ
ーブルエントリ（ＳＴＴＥ）である。ＶＭシステムはこ
れらテーブルを多重化し、任意に大きな文脈アドレス空
間を画定する。

【０１２９】アドレス変換が文脈アドレスをシステム仮
想アドレス空間アドレスへ変換するプロセスである。ア
ドレス変換が文脈アドレスのセグメント数を対応する
「システム仮想アドレス空間セグメント数」と置換す
る。システム仮想アドレス空間はセグメント化されず、
それゆえシステム仮想アドレスセグメント数は単にシス
テム仮想アドレス空間アドレスの最上位ビットについて
の従来の名称である。

【０１３０】多重文脈アドレスは同様のシステム仮想ア
ドレス空間アドレスへ写像できる。すべてがシステム仮
想アドレス空間の同様の場所を参照する一つまたはそれ
以上の文脈において同様のまたは別個の文脈アドレスを
有することが可能である。共通のそれらのシステム仮想
アドレス空間アドレスの部分とともに異なるサイズの文
脈セグメントを有することも可能である。上記の変換の
逆を議論するときに、同様のシステム仮想アドレス空間
のアドレスは文脈セグメント数およびオフセットに区分
して分割される。

【０１３１】アドレス変換が図９に示されている。それ
は、命令（図示せず）が汎用レジスタ６６、変移部６
８、および変移動作（加算または減算）部７０を介して
文脈アドレスを指定する。変移の大きさは命令に応じて
変化しそして（変移操作に応じて）汎用レジスタ値へ加
えられるかまたはこれから差し引かれ、ＳＶＡ．ｏｆｆ
ｓｅｔ７２を形成し、これはセグメントのサイズが要求
するのと同程度のビットを包含する。

【０１３２】ひとたびＳＶＡ．ｏｆｆｓｅｔが決定され
れば、たとえば４０ＡなどのＣＰＵが、汎用レジスタの
高位ビットと一致するセグメント変換テーブルエントリ
について適当なセグメント変換テーブルを探索する。結
果は、データまたは命令アドレスの最高位の２４ビット
がゼロでなければ画定されない。すなわち、ランダムセ
グメント変換テーブルエントリが変換のために使用可能
である。各セグメント変換テーブルエントリは一致キー
および変換結果を包含する。一致キーは文脈セグメント
数およびサイズ情報からなる。変換結果７４はシステム
仮想アドレス「セグメント数」（ＳＶＡ．ｓｅｇｍｅｎ
ｔ）を提供し、データ参照のために、アクセス許可情報
７６もまた決定される。

【０１３３】各セグメント変換テーブルエントリは、セ
グメント変換テーブルエントリが変換の試み中考慮され
るかまたは否かを指示する有効ビットを有する。適当な
セグメント変換テーブルのそれぞれの有効なセグメント
変換テーブルエントリが検査される。もし、ＳＴＴＥの
セグメントサイズによって指定されるのと同程度の数の
有効アドレスの最上位ビットが対応するＳＴＴＥの文脈
セグメント数と一致すればそのＳＴＴＥは一致する。も
し何らのＳＴＴＥも一致しなければ、ＣＰＵはミッシン
グセグメント例外を合図する。もし２以上のＳＴＴＥが
一致すれば、ＣＰＵは、ｍｕｌｔｉｐｌｅｓｔｔｍ
ａｔｃｈ例外を合図する。

【０１３４】もし、一致ＳＴＴＥが見出されれば、対応
するシステム仮想アドレスセグメント数はシステム仮想
アドレス空間アドレスのセグメント数となる。サイズｎ
のセグメントについて、ＳＶＡ［３９：ｌｏｇ２
（ｎ）］（ＳＶＡ．ｓｅｇｍｅｎｔ）がシステム仮想ア
ドレスセグメント数から導かれる。

【０１３５】データＳＴＴＥのアクセス許可フィールド
は読み出し、トランザクションおよび書込みアクセスを
制御する。命令の実行は、文脈アドレスは命令ＳＴＴに
より変換されることだけを要求する。不十分なアクセス
許可はａｃｃｅｓｓｖｉｏｌａｔｉｏｎ例外を招く。

【０１３６】上述の議論は、セグメントサイズがアプリ
オリ（先験的）に知られそしてセグメント数とオフセッ
トとの間の境界を選択するのに使用されることを仮定し
ている。実際にはセグメントサイズはＳＴＴＥで符号化
される。より複雑である実際のセグメント変換テーブル
ルックアップは後述する。

【０１３７】セグメント変換テーブル変換図１０は、本発明により構成されたディジタルデータプ
ロセッサ１０のセグメント変換テーブルフィールドを図
示する。文脈アドレスのセグメント数は、有効アドレス
を計算するのに使用される汎用レジスタ（ＧＲ）の高位
ビットのある部分を占有する。ビットＧＲ［６３：４
０］は０として取り扱われる。ビットＧＲ［３９：２
２］はセグメントのサイズに依存するオフセット計算で
使用されるかまたはセグメント数の一部である。

【０１３８】ＶＭシステムはＳＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍ
ｅｎｔ［３９：２２］をセットし、ＧＲと同様の仕方で
調整されるセグメント数を包含する。もしセグメントサ
イズが２²²よりも大きければ、オフセットに対応するＳ
ＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍｅｎｔの低位ビットは重要でな
くそれゆえゼロと指定されねばならない。１にセットさ
れるＳＴＴＥ．ｍａｓｋの高位ビットは複数のビットＳ
ＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍｅｎｔ［３９：２２］のうちの
いずれのビットが文脈アドレスからシステム仮想アドレ
ス空間アドレスへ変換されるかどうかを指示する。たと
えば、サイズ２²⁶バイトのセグメントが、１にセットさ
れるＳＴＴＥ．ｍａｓｋの最上位の１４ビットを有し、
そして他の４ビットはゼロである。

【０１３９】２²²の例において、ＧＲ［３９：２２］の
すべてがセグメント数を包含し、そしてこれらのいずれ
もオフセットを包含しない。ＳＴＴＥ．ｍａｓｋはすべ
て１であり、ＳＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍｅｎｔのすべて
が意味がある。２³²の例において、ＧＲ［３９：２２］
はセグメント数を包含しそしてＧＲ［３１：２２］がオ
フセットを包含する。これはＳＴＴＥ．ｍａｓｋの対応
する位置のゼロによって宣言される。セグメント変換テ
ーブルエントリのマスクが、１８個のビットにわたる高
次数のゼロが、どのようなゼロも混合されることなくす
べて１であるときにだけ有効であり、無効のＳＴＴＥマ
スクの使用結果は画定されない。

【０１４０】データ参照のために、ＤＳＴＴはＧＲ［３
９：２２］を有効ＤＳＴＴＥのすべてに対して同時に突
き合わせる。各ＤＳＴＴＥごとに、それは、ＤＳＴＴ
Ｅ．ｍａｓｋによりマスクされるＧＲ［３９：２２］と
ＤＳＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍｅｎｔとを比較する。一致
ＤＳＴＴＥ（もしあれば）がアドレス変換で使用され
る。もし何らのＤＳＴＴＥも一致しなければ、ＣＰＵは
ミッシングセグメント例外を合図する。ＤＳＴＴＥ．ｖ
ａｌｉｄフラグが、変換試行への参加のためＤＳＴＴＥ
についてセットされねばならない。

【０１４１】命令参照のために、ＩＳＴＴはＧＲ［３
９：２２］を有効ＩＳＴＴＥのすべてに対して同時に突
き合わせる。各ＩＳＴＴＥごとに、それは、ＩＳＴＴ
Ｅ．ｍａｓｋによりマスクされるＧＲ［３９：２２］と
ＩＳＴＴＥ．ｃａｓｅｇｍｅｎｔとを比較する。一致
ＩＳＴＴＥ（もしあれば）がアドレス変換で使用され
る。もし何らのＩＳＴＴＥも一致しなければ、ＣＰＵは
ミッシングセグメント例外を合図する。ＩＳＴＴＥ．ｖ
ａｌｉｄフラグが、変換試行への参加のためＩＳＴＴＥ
についてセットされねばならない。

【０１４２】一時にセグメント変換テーブル側（命令ま
たはデータ）の同じ文脈アドレスと一致する２つの有効
なＳＴＴＥが存在するのは誤りである。この誤りは検出
されそしてｍｕｌｔｉｐｌｅ−ｓｔｔ−ｍａｔｃｈ例外
を発生する。もしＳＴＴの複数一致が生ずれば、一致Ｓ
ＴＴＥのｓｙｓｔｅｍａｄｄｒｅｓｓ部分が破壊され
る。

【０１４３】ＳＴＴ突合せが進行中である間、たとえば
４０ＡなどのＣＰＵはＧＲ［３９：０］を符号拡張形変
位へ加算する。この和のビット［２１：０］はＳＶＡ
［２１：０］となる。システム仮想アドレス空間アドレ
スの残り、ＳＶＡ［３９：２２］、は、ＳＴＴＥ．ｃａ
ｓｅｇｍｅｎｔ［３９：２２］と和のビット［３９：
２２］とを、ＳＴＴＥ．ｍａｓｋの制御の下で組み合わ
せることにより形成される。ＳＴＴＥ．ｍａｓｋのゼロ
ビットに値押する和のビット［３９：２２］の一部はシ
ステム仮想アドレスの対応するビットとなる。ＳＴＴ
Ｅ．ｍａｓｋの１のビットに対応するＳＴＴＥ．ｃａ
ｓｅｇｍｅｎｔ［３９：２２］の部分はシステム仮想ア
ドレスの対応するビットとなる。図１１はどのようにこ
のプロセスがシステム仮想アドレスの発生を招くかを図
示する。

【０１４４】もし変位付加がアドレスオフセット部分の
アドレスセグメント数部分へのけた上げを生ずれば（す
なわち、図１１に示されるように、Ｓ−１ビットからＳ
ビットへ）、結果は画定されないことに注意されたい。
システム仮想アドレス空間使用の際に、システムトラッ
プハンドラは文脈アドレス０で開始し、それにより、文
脈ごとに（たとえどのような大きさであろうとも）最初
の命令側セグメントを占有する。

【０１４５】各データＳＴＴＥはＤＳＴＴＥ．ａｃｃｅ
ｓｓにアクセス許可情報を包含する。ＤＳＴＴＥ．ａｃ
ｃｅｓｓは、！ｃｏｎｔｅｘｔ．ＰＬにより指示される
２つの異なる特権レベルについて異なるアクセス権をコ
ード化する。アクセス権は、読取り、トランザクション
および書込みという３つの種別のデータアクセスを許可
または否認する。読取りおよびトランザクションアクセ
スが常に特権レベル０に許可される。特権レベル１につ
いての読取りアクセスがＤＳＴＴＥ．ａｃｃｅｓｓ
［０］により制御される。トランザクションおよび書込
みアクセスがＤＳＴＴＥ．ａｃｃｅｓｓ［２：１］で独
立に符号化される。読取りアクセスはプログラムがデー
タを読み取るのを可能にするが、アトミック状態を変化
させない。トランザクションアクセスは、ｇｓｐ（サブ
ぺージ獲得）などの命令を使用してプログラムがアトミ
ック状態を変化するのを可能にする。書込みアクセス
は、プログラムが、アトミック状態を変化しそして書き
込むのを可能にする。読取りアクセスは、トランザクシ
ョンの適宜の動作のためトランザクションアクセスに加
えて必要とされるものである。

【０１４６】命令セグメントへのアクセスが、文脈アド
レスを変換する有効ＩＳＴＴＥの存在が原因でいずれか
の特権レベルへ許可される。レベル０が、セグメント変
換テーブルのデータ側のすべての画定セグメントのアト
ミック状態を読み出しそして変化させるアクセスを有す
る。ＶＭシステムは、セグメントについてＳＴＴＥのロ
ードの方へ傾倒することによってのみレベル０へのこの
アクセスを否認できる。

【０１４７】下記の表１において、各ＤＳＴＴＥ．ａｃ
ｃｅｓｓの値は、２つの特権レベルのそれぞれについて
書込み、トランザクション、読取りまたは空きアクセス
かを指定する。書込みはトランザクションアクセスを意
味する。

【表１】

【０１４８】プロセスおよび文脈アドレス空間管理図１２は、アドレス空間管理のため、詳述すると改善さ
れたチェックポイントおよび分岐動作を提供するためデ
ィジタルデータプロセッサ１０により使用される好まし
いデータ構造の相互関係を図示している。ｖｍｏｂｊ
ｅｃｔと呼ばれる図師のデータ構造７８が、ＶＭシステ
ムがマップド（写像）アクセスをそれに対して有すると
ころのファイル８０について包括的マッピング情報を記
憶する。そのファイルはシステム仮想アドレス６４へ写
像される部分８０Ａを具備する。マップイン領域８０Ａ
に関する情報がｖｍｗｉｎｄｏｗと呼ばれるデータ構
造８２に記憶される。

【０１４９】ファイル８０のマップイン部分はディジタ
ルデータプロセッシングシステム１０でのプロセスの種
々の文脈アドレス空間と関連づけられる。たとえば、図
１２に示されるように、ファイル８０のマップイン部分
８０Ａが、それぞれのプロセス（図示せず）のそれぞれ
の２つの異なる文脈アドレス空間６０，６２と関連づけ
られる。システム仮想アドレス空間への文脈アドレス空
間のこの関連付けはそれぞれＳＴＴと呼ばれるセグメン
ト変換テーブル８４および８６において反映される。各
テーブルは、ＳＴＴＥと呼ばれる（図１２でＳＴＴＥ８
４Ａ、８４Ｂ、８４Ｃおよび８６Ａと８６Ｂ）エントリ
を具備する。これらＳＴＴＥは、「ｖｍｓｔｔｅｓ」と
も呼ばれ、プロセスおよびｖｍｗｉｎｄｏｗにより２
方向にリンクされる。

【０１５０】ｖｍｏｂｊｅｃｔ（ｓ），ｖｍｗｉｎ
ｄｏｗおよびｖｍｓｔｔｅ（ｓ）についての好ましい
構成を以下に与える。

【０１５１】データ構造Ｃプログラム言語で提供されるｖｍｏｂｊｅｃｔ７
８の好ましい構造が以下の表２の通りである。

【表２】ｖｍｗｉｎｄｏｗ８２の好ましい構造が以下の表３の
通りである。

【表３】

【０１５２】ＳＴＴ８４および８６、詳述するとＳＴＴ
Ｅ７０Ａ〜７０Ｃと７２Ａおよび７２Ｂの好ましい構造
が以下の表４の通りである。

【表４】

【０１５３】対象物管理関連のｖｎｏｄｅを有する、たとえばファイル８０など
のどの正規ファイルもたとえば対象物７８などの関連の
ｖｍｏｂｊｅｃｔを有する。さらに、これらの対象物
は、各対象物がそのテーブルのエントリを構成した状態
でＶＭシステムの対象物テーブルを形成する。上述の
「データ構造」の欄から明らかなように、各対象物７８
が、単一ファイルについてＳＶＡ対ファイル範囲（rang
e)形式の写像のすべてについての情報をも包含する一つ
またはそれ以上のｖｍｗｉｎｄｏｗ（ｓ）８２を具備
する。ＶＭシステムは対象物管理部およびその対象物管
理ルーチン（詳細は後述）を使用し、対象物テーブルを
初期化し、対象物を発生および削除し、対象物へのｖｍ
ｗｉｎｄｏｗの関連付けを管理し、オーバレイ対象物
の使用を介して参照時コピーおよびチェックポイント／
再スタート要求を支援する。

【０１５４】オーバレイ対象物が１次対象物の背後の
「影」のように振舞う。１次対象物は、マップファイル
のデータアクセスのときに最初にＶＭシステムが参照す
るｖｍｏｂｊｅｃｔ７８のような対象物である。たとえ
ば、もしプロセスが１次対象物に存在しないページを読
み取ろうとするのであれば、ＶＭシステムは関連のオー
バレイ対象物を検査し、それらのうちの一つがページを
有するかどうかを見極める。オーバレイ対象物は読み出
されることができるが、それは決して書き込まれない。

【０１５５】一例として、プロセスが分岐されるとき、
親のデータ領域は子のプロセスにより受け継がれる。親
および子の双方が初め同じデータを参照すべきである。
ところで、一方のプロセスにより行われるどのような変
化も他方には見えない。親から子へ全データ領域をコピ
ーするのではなく、それぞれのページがそれが参照され
るときにコピーされるだけである。

【０１５６】オーバレイ対象物がこれを実現する方法
は、元の１次対象物を一方が親のためそして一方が子の
ための２つの新規な１次対象物に供するオーバレイ対象
物へ形成することによる。両方の新規な１次対象物は初
め空いている。親または子のいずれかがデータ部からペ
ージを最初に参照するとき、このページを関連の１次対
象物から読み取る試行が行われる。この試行は失敗す
る。なぜなら１次ファイルは空だからである。ＶＮシス
テムは順次、最も最近のオーバレイから始めてその１次
対象物へのオーバレイ対象物を探索し、要求されるペー
ジを見つけ出すことが好ましい。

【０１５７】本発明の一実施例において、もし要求ペー
ジがオーバレイ対象物で見出されれば、そのページのコ
ピーが要求プロセスのために１次対象物へ転送される。
これは「参照時コピー」と呼ばれる。

【０１５８】好ましい実施例において、もし要求ページ
がオーバレイ対象物で見出されれば、要求は、要求が読
取り型アクセスについてのものであるかぎり、オーバレ
イ対象物への参照によって満足せられる。もし要求が書
込み型アクセスのためのものであれば、見出されたペー
ジは書込み前のプロセス修正と関連づけられる１次対象
物へコピーされる。これは「書込時コピー」と呼ばれ
る。

【０１５９】別の好ましい実施例においては、１次対象
物にないデータへの読取り型アクセス要求が、プロセス
が任意の単一データを修正するまでオーバレイ対象物へ
の参照によって満足せられる。その時点に、ＶＭシステ
ムは、読取り型または書込み型アクセスについての別途
の全ての要求が要求データの１次対象物へのコピーによ
り満足された状態で１次対象物を形成し始める。これは
「第１の書込み後参照時方式コピー」と呼ばれる。

【０１６０】図１３Ａ〜Ｃは上述の分岐プロセスでどの
ようにしてページがコピーされそして更新されるかを図
示する。詳述するとき、図１３Ａにおいて、プロセス
（図示せず）がページＸへのアクセスを要求する。Ｘは
最初プロセスの文脈アドレス空間９０に存在しないの
で、フォールトが合図される。結果的に、ＶＭシステム
はオーバレイ対象物のシステム仮想アドレス９２からの
要求ページを１次対象物システム仮想アドレス９４へコ
ピーする。ひとたびコピーされれば、ページＸはプロセ
スに利用可能でありそしてメモリ、すなわちその関連の
キャッシュ、にコピーできる。

【０１６１】図１３ＢはプロセスによるページＸの修正
結果を図示する。これは、ＣＡ空間９０で表示されてい
るようにそのページのクロスハッチ部により図示されて
いる。図面に表わされているように、Ｘに対する変化
は、１次対象物へ（そしてその関連のディスクファイル
へも）書き込まれていない。

【０１６２】図１３Ｃを参照すると、プロセスは修正ペ
ージｘを書き込む。これは、ページのコピーがメモリか
ら１次対象物へ転送されるときに生ずる。ページが１次
対象物９４へコピーされるとき、それはオーバレイ対象
物９２へコピーされないことに注意されたい。

【０１６３】ぺージングを減ずるためにファイルが閉じ
られるときに対象物はただちに破壊されない。対象物お
よびそのｖｍｗｉｎｄｏｗがキャッシュ記憶とマーク
が付される代わりに、そのｖｎｏｄｅおよびシステム仮
想アドレス結合（連想）が維持される。ファイルが次に
オープンされるとき対象物が依然として存在していれ
ば、対象物およびその残余のｖｍｗｉｎｄｏｗのいず
れもが再使用される。これはメモリに依然としてあった
対象物のいずれのページの直接的な使用をも許容する。
上述のデータ構造および機構はチェックポイント操作な
らびに分岐操作の両方に使用され、ディジタルデータプ
ロセッサ１０が改善されたチェックポイント操作および
分岐操作を提供する。これは図１４Ａ〜Ｅに図示されて
いる。図１４Ａを参照すると、ＶＭシステムは、プロセ
スの文脈アドレス空間９６とその１次対象物９８との間
の対応付けを提供する。図で、ＣＡ空間のページ９６Ａ
は対象物のページ９８Ａへ写像される、別のＣＡページ
９６Ｂが対象物ページ９８Ｂへ写像される。

【０１６４】図１４Ｂは、新規な１次対象物１００が元
の対象物９８と置換し、そして後者がオーバレイ対象物
となるチェックポイントプロセスを図示する。現在、Ｃ
Ａ空間９６と対象物の間の対応付けは、少くとも一時的
に「見失われ」ている。すなわち、ページ９６Ａ、９６
Ｂに関係するテーブルエントリ（ＳＴＴＥ）は保持され
ているけれども、前の１次対象物９８へのそれらのポイ
ンタがリセットされ、新規な１次対象物１００の「ミッ
シング」ページを指し示す。

【０１６５】図１４Ｃは、プロセスにより要求されるア
クセスに応答してオーバレイ対象物９８から１次対象物
１００へのデータのコピー操作を図示する。詳述する
と、プロセスがチェックポイントの前にＣＡページ９６
Ａを最初参照するとき、ミッシングページ障害が合図さ
れる。ＶＭシステムは、例えば対象物９８などの前のオ
ーバレイ対象物を通じての探索によりこの障害に応答
し、参照ページを配置する。たとえばページ９８Ａなど
のこのページを見出す際にＶＭシステムはそれを現在の
１次対象物１００へコピーする。その後、ＶＭシステム
はＣＡページ９６Ａとコピーされたページ１００Ａとの
間の対応付けを完了する。

【０１６６】図１４Ｄは、対象物が分岐プロセスの発生
でどのように利用されるかを図示する。図で、親プロセ
スのためＣＡ空間９６が複製され子のためにＣＡ空間１
０２を形成する。２つの別途の１次対象物１０４、１０
６が親および子のためにそれぞれ発生される。同時に、
対象物９８および１００が両方のプロセスのためにオー
バレイ対象物の連鎖を形成する。上記したように、プロ
セスのＳＴＴＥは修正され、それぞれの１次対象物１０
４、１０６内のミッシングページを指し示す。

【０１６７】図１４Ｅは親および子プロセスによる参照
時の１次対象物１０４，１０６へのページのコピー操作
を図示する。詳述すると、ＣＡページ９６Ａの参照の際
に、親プロセスが誤動作し、ＶＭシステムがオーバレイ
対象物連鎖９８，１００の要求ページを探索するように
し、最も最近の（対象物１００）から最も古い（対象物
９８）へ進行するのが好ましい。ページ１００Ａを見出
す際に、それを、オーバレイ対象物１００へまたはこれ
から１次対象物１０４へコピーする。これと同様に、Ｃ
Ａページ１０２Ｂの参照時に、子プロセスが誤動作し、
ＶＭシステムがオーバレイ対象物連鎖を探索するように
強制する。オーバレイ対象物９８で要求ページを見出す
際に、ＶＭシステムは対応ページ９８Ｂを１次対象物１
０６へコピーする。

【０１６８】本発明の好ましい実施例において、ＶＭシ
ステムは、たとえばオペレータの命令時、スケジュール
化された事象の発生時、実行プロセスによる命令時など
にチェックポイントまたは分岐を遂行する。

【０１６９】ウインドウ管理上述したように、各ｖｍｗｉｎｄｏｗ（仮想記憶ウイ
ンドウ）は、ファイルの所定範囲とシステム仮想アドレ
スの所定範囲との結合（連想）を表わす。ＶＭシステム
はウインドウ管理およびｖｍｗｉｎｄｏｗ管理手続
（後述）に依存し、ｖｍｗｉｎｄｏｗを発生し、シス
テム仮想アドレスとｖｍｗｉｎｄｏｗとの間の結合を
維持し（重複およびｖｍｗｉｎｄｏｗの崩壊および当
接などを回避する）、ｖｍｗｉｎｄｏｗ参照カウント
を維持し、ｖｍｗｉｎｄｏｗを拡張しそしてｖｍｗ
ｉｎｄｏｗの多重化を行う。

【０１７０】ウインドウ拡張について、ウインドウが拡
張されるとき、それは通常はそのシステム仮想アドレス
を拡張することができない。システム仮想アドレスの新
規な結合の代わりに、拡張ウインドウを収容するのに十
分な大きさが割り付けに必要とされる。これは、マップ
ファイルの１ページをシステム仮想アドレスの多重ペー
ジに対応づけることなく行われねばならない。ウインド
ウに対応するシステム仮想アドレス範囲をちょうど変化
させることも不可能である。なぜなら古い範囲がプロセ
スマップ（ｖｍｓｔｔｅ）内に包摂され得るからであ
る。それゆえ、新規かつ大きなシステム仮想アドレス範
囲を持つ新規なウインドウが発生される。古いウインド
ウのすべての存在ページが新規なウインドウへ移動せら
れる（ページ記述子のアドレスが変化せられる）。古い
ウインドウが間接ウインドウとしてマーク付けされそし
て新規なウインドウへのポインタがその中にセットされ
る。プロセスが古いシステム仮想アドレス範囲のアドレ
スを参照しようとするとき、それは誤機能する。障害用
ハンドラはウインドウが間接的であることを見出すとき
にそれをマップアウトそして大きなシステム仮想アドレ
ス範囲を持つ新規なウインドウへ対応づける。

【０１７１】ｖｍｗｉｎｄｏｗ管理は、特別のノート
（注釈）とページとを結合することにより、特別の状況
でページについての情報をも維持する。たとえば、懸案
のＩ／Ｏ（入出力）について「ロック」されたページ
が、読取りのため保持されているかまたは書込みのため
保持されているかを指示するページノートを有する。こ
れは、もしプロセスがそのページに関して誤機能すれば
ＶＭシステムが正しく感応するのを可能にする。この場
合、プロセスは、入出力装置の完了までブロック（阻
止）されるべきである。特別状態のページだけがそれに
関連づけられないページを有する。

【０１７２】ページノートは少数の隣接システム仮想ア
ドレスページを表わすブロックへグループ分けされる。
これらのブロックはシステム仮想アドレス昇順順序にて
一緒に並べられる。ページ障害が生ずるときはいつで
も、検査が行われ、ページが特別状態にあることを指示
するページノートを有するかどうかを見る。もし有しな
ければ、ページノートが発生され、そして障害が処理さ
れる。Ｉ／Ｏが完了せられるときそのページノートはク
リアされる。

【０１７３】プロセスおよび文脈管理手続ＶＭシステムは各プロセスのＣＡ空間およびＳＴＴＥ
（セグメント変換テーブルエントリ）を管理する。これ
は複数の標準ＯＳＦ／ｌ手続を後述の仕方で修正するこ
とにより達成される。

【０１７４】ＣＡアドレス空間をそのように管理する場
合に、ＶＭシステムは、ユーザが（たとえば継承／非継
承や共用／専用などの）セグメントの継承属性の変化を
検査しそしてファイルのセクションを「マップイン」ま
たは「マップアウト」するのを許容するため提供される
追加のインターフェースを提供することが好ましい。

【０１７５】ＶＭＦＯＲＫ（仮想記憶分岐）の性能を
改善しそしてぺージングを減ずるために、ＶＭシステム
は、非共用型セグメントのページをそれらが参照される
ときにコピーする（標準的には「参照時コピー」と呼ば
れる手続）だけである。代替実施例において、ＶＭシス
テムは、ファイルへ書き込む試行がなされる後までには
かかるページをコピーするだけである（すなわち最初の
書込み後参照時コピー）。

【０１７６】ディジタルデータプロセッシング１０およ
び中央処理装置４０Ａ〜４０Ｃは、プロセスおよび文脈
データ構造を管理するために、ＶＭシステムの一部を形
成する以下の手続に包含されるステップを実行する。応
用できる場合、これらのステップは好ましいオペレーテ
ィングシステムＯＳＦ／１の既存の手続への変化として
表わされる。

【０１７７】ＶＭＳＴＴＥＩＮＶＡＬＩＤＡＴＥ
（仮想記憶−セグメント変換テーブルエントリ−無効
化）仮想記憶（ＶＭ）システムは手続ＶＭＳＴＴＥＩＮ
ＶＡＬＩＤＡＴＥのステップを実行し、たとえば８４Ａ
などのセグメント変換テーブルエントリ（ＳＴＴＥ）を
無効にする。これはウインドウの交換プロセスの一部と
して行われる。ＶＭＳＴＴＥＩＮＶＡＬＩＤＡＴＥ
のステップの好ましい順序が以下のとおりである。

【０１７８】動作ｓｔｔｅからウインドウポインタを取得せよ。ｖｍｓ
ｔｔｅを無効としてマークを付けよ。ＶＭＳＴＴＥ
ＣＬＥＡＲ（クリア）を使用しＳＴＴＥをもしそれがＳ
ＴＴにあれば無効化せよ。ウインドウをロックせよ。ｓ
ｔｔｅｉｎｖａｌｉｄａｔｅｄカウントをインクリメ
ントとせよ。もしｓｔｔｅｉｎｖａｌｉｄａｔｅｄが
参照カウントと等しければ、これはそのＳＴＴＥを無効
化する最後のプロセスであり、それゆえウインドウを交
換リストへ置け。ウインドウを解放せよ。

【０１７９】ＶＭＳＴＴＥＲＥＶＡＬＩＤＡＴＥ
（仮想記憶セグメント−変換テーブル−再有効化）仮想記憶（ＶＭ）システムはＶＭＳＴＴＥＲＥＶＡ
ＬＩＤＡＴＥのステップを実行し、プロセスのためにた
とえば８４Ａなどのセグメント変換テーブルエントリ
（ＳＴＴＥ）を更新する。この手続は、ＳＴＴＥに関連
付けられるウインドウが取り替えに出された後に呼び出
され、順次、もとに取り替えられる。手続は入力として
更新を要求するＳＴＴＥを受け入れる。ＶＭＳＴＴＥ
ＲＥＶＡＬＩＤＡＴＥのステップの好ましいシーケン
スが以下のとおりである。

【０１８０】動作ＳＴＴＥを参照し、交換に入れられていたウインドウを
獲得せよ。ウインドウをロックせよ。ウインドウについ
て新規なベースＳＶＡアドレスを獲得せよ。ＳＴＴＥの
ハードウエア部分を更新せよ。ウインドウを解放せよ。

【０１８１】ＥＸＩＴ（退出）ＶＭシステムは手続ＥＸＩＴのステップを実行しプロセ
ッサの資源を解放する。本発明の好ましい実施例におい
て、この手続は従来のＯＳＦ／１の手続ＥＸＩＴを修正
しそのテキストならびにファイルがファイルを閉じるル
ープで閉じられるのを保証する。修正は新規な入力パラ
メータまたは出力パラメータを手続呼出しに付加しな
い。

【０１８２】ＶＭＦＯＲＫ（仮想記憶−分岐）ＶＭシステムは手続ＶＭＦＯＲＫのステップを実行
し、親プロセスの仮想メモリ情報を子プロセスのために
複写する。本発明の好ましい実施例に置いて、手手続
は、後述の仕方で従来のＯＳＦ／１の手続ＶＭＦＯＲ
Ｋを修正することにより実施される。修正は新規な入力
パラメータまたは出力パラメータを手続呼出しに付加し
ない。

【０１８３】好ましい修正は以下のとおりである。シス
テム仮想アドレスの明示割当てを除去する。これは親の
セグメントが子のために複写またはマップされるときに
自動的に行われる。子構造を保持するコードを除去せ
よ。プログラム事象記録（ｐｅｒ）プロセス式カーネル
領域をマップしないコードを除去せよ。ＸＬＩＮＫに対
する呼出しを除去せよ。これは他のセグメントと同様に
取扱われる。複写セグメントを抹消するコードを除去せ
よ。親の各ｖｍｓｔｔｅごとに以下を行うためにプロ
グラム事象記録プロセス式セグメントループを修正せ
よ。Ａ）もしセグメントが共有継承可能属性であれば、ＶＭ
ＭＡＰＩＮを子のプロセスｉ．ｄ．（ｐｉｄ）ととも
に呼出し、それを子プロセスのためにマップせよ。Ｂ）セグメントが個人継承可能属性であれば、ｉ）（ＵＮＩＸ）ファイルシステムを呼出し、セグメン
トのために名無しファイルを発生せよ。ｉｉ）ファイルシステムを呼出しファイルをオープンに
せよ。ｉｉｉ）ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬＡＹ
（仮想記憶−対象物−発生−オーバレイ）を呼出し、新
規なファイルを元のオーバレイと関連付けよ。ｉｖ）ＶＭＭＡＰＩＮ（仮想記憶−マップイン）をこ
のプロセスのｐｉｄと一緒に読み出しオーバレイ対象物
をマップインせよ。Ｃ）もしセグメントが継承可能属性でなければ、循環せ
よ。

【０１８４】ＳＹＳＣＡＬＬＦＩＮＩＳＨＦＯＲＫ
（システム呼出し−完了−分岐）ＶＭシステムはＳＹＳＣＡＬＬＦＩＮＩＳＨＦＯＲ
Ｋのステップを実行し、子プロセスでの分岐を完了す
る。本発明の好ましい実施例において、手続は後述の仕
方で従来のＯＳＦ／１手続ＳＹＳＣＡＬＬＦＩＮＩＳ
ＨＦＯＲＫを修正することにより実施される。修正は
新規な入力パラメータまたは出力パラメータを手続呼出
しに付加しない。

【０１８５】好ましい修正は以下のとおりである。共有
されない各継承ファイルについては、Ａ）（ＵＮＩＸ）ファイルシステムを呼出し、セグメン
トのために名無しファイルを発生せよ。Ｂ）ファイルシステムを呼出しファイルをオープンにせ
よ。Ｃ）ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬＡＹを呼
出し、新規なファイルを元のオーバレイと関連付けよ。Ｄ）ＶＭＭＡＰＩＮをこのプロセスのｐｉｄと一緒に
呼出しオーバレイ対象物をマップインせよ。

【０１８６】ＧＥＴＸＦＩＬＥ（Ｘファイル獲得）ＶＭシステムは手続ＧＥＴＸＦＩＬＥのステップを実行
し、子プロセスで分岐を完了させる。本発明の好ましい
実施では、手続は後述の仕方で従来のＯＳＦ／１手続Ｇ
ＥＴＸＦＩＬＥを修正することにより実施される。修正
は新規な入力パラメータまたは出力パラメータを手続呼
出しに付加しない。

【０１８７】好ましい修正は以下のとおりである。適所
に個別の資源限界のための調査を残し、十分なスワップ
（交換）空間のため試験を除去せよ。初期化データを交
換ファイルへコピーするコードを除去せよ。ＵＮＩＸの
手続ＸＡＬＬＯＣ（Ｘ割付け）に対する呼出しを以下と
置換せよ。Ａ）ＦＩＬＥシステムを呼出し実行可能ファイルをオー
プンにせよ。Ｂ）マップインを呼出し実行可能ファイルのためのマッ
プを発生せよ。

【０１８８】ＥＸＥＣＤＡＴＡＳＴＡＣＫ（実行−
データ−積み重ね）ＶＭシステムは手続ＥＸＥＣＤＡＴＡＳＴＡＣＫの
ステップを実行し、プロセスのスタックおよび局部デー
タに関連付けられる名無しファイルを発生、オープンお
よびマップインする。この手続は従来のＯＳＦ／１の手
続ＥＸＥＣＤＡＴＡＳＴＡＣＫを修正し、テキスト
およびファイルが、ファイルをクローズするループでク
ローズされることを保証することにより実施される。修
正は新規な入力パラメータまたは出力パラメータを手続
呼出しに付加しない。

【０１８９】好ましい修正は以下のとおりである。仮想
記憶の一時的なロックを除去せよ。ＶＭＭＡＫＥＫ
ＮＯＷＮへの呼出しを（ＵＮＩＸ）ファイルシステムへ
の呼出しと置換し名無しファイルを発生せよ。ファイル
システムへの呼出しを付加し新規ファイルをオープンせ
よ。これはｖｍｏｂｊｅｃｔが発生されるようにする
（もし必要であれば）。手続ＶＭＭＡＰへの呼出しを
手続ＶＭＭＡＰＯＢＪへの呼出しと置換し、セグメ
ントが分岐時に継承されるべきであり共有されないこと
を指定せよ。こうして、スタックおよびデータを参照時
コピー方式セグメントとして定義する。拡張への呼出し
を除去せよ。エラー状態一掃をやり直せ。ＶＭＵＮＭ
ＡＰに対する呼出しをＶＭＯＢＪＭＡＰと置換せ
よ。ＶＭＭＡＫＥＫＮＯＷＮに対する呼出しをファ
イルシステム呼出しと置換しファイルをクローズせよ。
ＶＭＥＸＰＡＮＤ（仮想記憶−拡張）に対する呼出し
を除去せよ。

【０１９０】ＶＭＲＥＬＥＡＳＥＡＬＬＵＳＥＲ
（仮想記憶−開放−全ユーザ）ＶＭシステムは手続ＶＭＲＥＬＥＡＳＥＡＬＬＵ
ＳＥＲのステップを実行し、プロセスのユーザコードお
よびテキスト空間のすべてをマップしない。好ましい実
施例において、この手続は従来のＯＳＦ／１手続ＶＭ
ＲＥＬＥＡＳＥＡＬＬＵＳＥＲを修正し、テキストお
よびファイルが、ファイルをクローズするループでクロ
ーズされることを保証することにより実施される。修正
は新規な入力パラメータまたは出力パラメータを手続呼
出しに付加しない。

【０１９１】好ましい修正は以下のとおりである。（バ
ックフレームポインタの除去後）カーネルセグメントの
マップ探索を除去せよ。ＸＦＲＥＥに対する呼出しを除
去せよ。ＸＦＲＥＥに対する呼出しおよびデータのマッ
プ解除（unmap)ループを以下と置換せよ。Ａ）各データおよびテキストｖｍｓｔｔｅごとに、ｉ）ｖｍｓｔｔｅからｖｍｗｉｎｄｏｗ識別子を獲
得せよ。ｉｉ）ｖｍｓｔｔｅおよびｖｍｗｉｎｄｏｗ識別子
と一緒にＶＭＭＡＰＯＵＴを呼び出せ。

【０１９２】ＭＡＰＩＮ（マップイン）ＶＭシステムはＭＡＰＩＮのステップを実行し、ファイ
ルをプロセスのＣＡ空間の領域へマップする。手続は入
力として、ファイルの記述子、オフセット、長さ、関連
のＳＴＴＥ（セグメント変換テーブルエントリ）の継承
属性、対象物のマップ型式、および対象物についてアト
ミックトランザクションがイネーブルとされるかどうか
を指示するブール値を受け入れる。任意ではあるが、手
続は入力として文脈アドレスへのポインタをも受容す
る。手続は出力としてマップ識別子ハンドルならびにマ
ップ操作のステータスを戻す。

【０１９３】ＭＡＰＩＮのステップの好ましいシーケン
スが以下のとおりである。動作もしｍａｐｔｙｐｅがＶＭＴＥＸＴＯＢＪＥＣＴ
であり、アトミックトランザクションがイネーブルとさ
れれば、無効引数例外を戻せ（ＥＩＮＶＡＬ）。もし文
脈アドレスがＮＵＬＬ（空白）でなければ、以下を行
え。Ａ）アドレスＭＯＤ長さが確実にゼロであるようにせ
よ。そうでなければ、例外ＶＭＡＤＤＲＥＳＳＮＯ
ＴＡＬＩＧＮＥＤ（仮想記憶−アドレス−非整列）を
戻せ。ＶＭＭＡＰＩＮを呼出し、ファイルをこのプロ
セスへマップせよ。

【０１９４】ＶＭＭＡＰＩＮ（仮想記憶−マップイ
ン）ＶＭシステムはＶＭＭＡＰＩＮの別途ステップを実行
し、ファイルをプロセスのＣＡ空間の領域へマップす
る。上述したように、手続は入力として、ファイルの記
述子、オフセット、長さ、関連のＳＴＴＥの継承属性、
対象物のマップ型式、および対象物についてアトミック
トランザクションがイネーブルとされるかどうかを指示
するブール値を受容する。任意ではあるが、手続は入力
として文脈アドレスへのポインタをも受容する。手続は
出力としてマップ識別子ハンドルならびにマップ操作の
ステータスを戻す。

【０１９５】ＶＭＭＡＰＩＮのステップの好ましいシ
ーケンスが以下のとおりである。動作もし文脈アドレスがＮＵＬＬでなければ、以下を行え。Ａ）すべてのｖｍｓｔｔｅを検査しアドレスが取られ
ないようにせよ。もしそうであれば、例外ＶＭＡＤＤ
ＲＥＳＳＩＮＵＳＥ（仮想記憶−アドレス−使用
中）を戻せ。それ以外であれば、以下を行え。Ａ）マップ所有者のデータｖｍｓｔｔｅを探索し正し
いサイズおよび並びのＣＡ空間の自由ブロックを見出
せ。Ｂ）もし見出されなければ、例外ＶＭＮＯＴＥＮＯ
ＵＧＨＭＥＭＯＲＹ（仮想記憶不十分メモリ）を戻
せ。ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬ（仮想記憶標準）
へセットせよ。ファイルシステムを呼出し、対象物識別
子をファイル記述子のために獲得せよ。ＵＮＩＸ手続Ｋ
ＥＲＮＭＡＬＬＯＣを呼出し自由ｖｍｓｔｔｅを獲得
せよ。ｖｍｓｔｔｅの継承フィールド、拡張可能フィ
ールドおよび長さフィールドを初期化せよ。対象物識別
子をｖｍｓｔｔｅに入れよ。ＶＭＯＢＪＭＡＰ
（仮想記憶−対象物−マップ）を対象物エントリ、オフ
セット、長さ、ｖｍｓｔｔｅアドレス、およびアトミ
ックイネーブルフラグと一緒に呼出し、対象物をマップ
せよ。もし、ＶＭＯＢＪＭＡＰがＶＭＯＢＪＴ
ＹＰＥＩＮＶＡＬＩＤ（仮想記憶−対象物−型式−無
効）を戻せば、以下を行え。Ａ）ＵＮＩＸ手続ＫＥＲＮＦＲＥＥを呼出しｖｍｓｔ
ｔｅを解放し、Ｂ）テキストファイルビジー例外（ＥＴ
ＸＴＢＳＹ）を戻せ。対象物管理部により戻されるベー
スシステム仮想アドレスをｖｍｓｔｔｅに記憶せよ。
ＶＭＳＴＴＥＬＩＮＫ（仮想記憶−セグメント変換
テーブル−リンク）を使用し、新規なｖｍｓｔｔｅを
適当なプロセスｖｍｓｔｔｅｌｉｓｔへリンクせ
よ。もしｍａｐｏｗｎｅｒ（マップ−所有者）がこの
プロセスであれば、ｖｍｓｔｔｅでｈａｒｄｗａｒｅ
ｓｔｔｅを初期化せよ。

【０１９６】ＭＡＰＯＵＴ（マップアウト）ＶＭシステムはユーザエントリとしてＭＡＰＯＵＴのス
テップを実行し、プロセスの文脈アドレス空間からある
ファイル範囲をマップアウトする。手続は入力として、
マップのハンドルを受容し、マッピング手続のステータ
スを戻す。

【０１９７】手続ＶＭＭＡＰＯＵＴのための好ましい
ステップは以下のとおりである。動作ＶＭＮＯＲＭＡＬへステータスをセットせよ。マップ
ハンドルとの一致に関してプロセスのデータｖｍｓｔ
ｔｅのそれぞれを検査せよ。もし何らの一致も見出され
なければ、例外ＶＭＩＮＶＡＬＩＤＭＡＰＨＡＮ
ＤＬＥ（仮想記憶−無効−マップ−ハンドル）を戻せ。
ｖｍｓｔｔｅからｖｍｗｉｎｄｏｗ識別子を獲得せ
よ。ＶＭＭＡＰＯＵＴをｖｍｓｔｔｅおよびｖｍ
ｗｉｎｄｏｗ識別子と一緒に呼出せ。

【０１９８】ＶＭＭＡＰＯＵＴ（仮想記憶−マップアウト）ＶＭシステムは、ユーザのマップアウト要求を処理する
ときそしてプロセスを終了するときにＭＡＰＯＵＴの別
途ステップを実行する。手続は入力として、ｖｍｓｔ
ｔｅの識別子を受容しそしてマッピング手続のステータ
スを戻す。

【０１９９】手続ＶＭＭＡＰＯＵＴのためのステップ
の好ましいシーケンスは以下のとおりである。動作ＶＭＮＯＲＭＡＬへステータスをセットせよ。ｖｍ
ｏｂｊｕｎｍａｐ（仮想記憶−対象物−非マップ化）
をｖｍｗｉｎｄｏｗおよびｖｍｓｔｔｅと一緒に呼
出し、ウインドウをマップアウトせよ。ｖｍｓｔｔｅ
ｆｒｅｅ（仮想記憶−セグメント変換テーブルエント
リ−フリー）を呼出し、ｖｍｓｔｔｅを無効化しそし
てｖｍｓｔｔｅを解放せよ。

【０２００】ＶＭＳＴＴＥＦＲＥＥ（仮想記憶−セ
グメント変換テーブルエントリ−フリー）ＶＭシステムはＶＭＳＴＴＥＦＲＥＥのステップを
実行し、プロセスの領域をマップアウトするときにｖｍ
ｓｔｔｅを解放する。手続は入力として、解放のため
ｖｍｓｔｔｅの識別子を受容する。

【０２０１】手続ＶＭＳＴＴＥＦＲＥＥのための好
ましいステップは以下のとおりである。ＶＭＳＴＴＥ
ＣＬＥＡＲを使用し、ＳＴＴＥを、もしそれがＳＴＴ
にあれば、除去せよ。もしこれがデータｖｍｓｔｔｅ
であれば、ｐｒｏｃｌｉｓｔがプロセスのデータｖｍ
ｓｔｔｅリストであり、そうでなければそれはプロセ
スのテキストｖｍｓｔｔｅリストである。もし、ｖｍ
ｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｐｒｏｃｓｔｔｅがＮＵＬＬ
であれば、ｐｒｏｃｌｉｓｔ．ｆｉｒｓｔｓｔｔｅ
をｖｍｓｔｔｅ．ｎｅｘｔｐｒｏｃｓｔｔｅへセ
ットせよ。そうでなければ、前のｖｍｓｔｔｅ．ｎｅ
ｘｔｐｒｏｃｓｔｔｅをｖｍｓｔｔｅ．ｎｅｘｔ
ｐｒｏｃｓｔｔｅへセットせよ。もし、ｖｍｓｔｔ
ｅ．ｎｅｘｔｒｏｃｓｔｔｅがＮＵＬＬであれば、
ｐｒｏｃｌｉｓｔ．ｌａｓｔｓｔｔｅをｖｍｓｔ
ｔｅ．ｐｒｅｖｐｒｏｃｓｔｔｅへセットせよ。そう
でなければ、次のｖｍｓｔｔｅのｐｒｅｖｐｒｏｃ
ｓｔｔｅフィールドをｖｍｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｐ
ｒｏｃｓｔｔｅへセットせよ。ＵＮＩＸ手続ｋｅｒｎ
ｆｒｅｅを呼出し、ｖｍｓｔｔｅと関連付けられる
メモリを解放せよ。

【０２０２】ＶＭＳＴＴＥＬＩＮＫ（仮想記憶−セ
グメント変換テーブルエントリ−リンク）ＶＭシステムは、ＶＭＳＴＴＥＬＩＮＫのステップ
を実行し、ｖｍｓｔｔｅをｖｍｓｔｔｅのプロセス
のリストの適当な点にリンクする。手続は入力として、
ｖｍｓｔｔｅおよびｖｍｓｔｔｅのプロセスリスト
へのポインタを受け入れる。

【０２０３】ＶＭＳＴＴＥＬＩＮＫのステップの好
ましいシーケンスは以下のとおりである。動作高い文脈アドレス（ｎｅｘｔｓｔｔｅ）を有するエン
トリが見出されるまでリストを探索せよ。新規なエント
リがその直前に挿入される。ｖｍｓｔｔｅ．ｎｅｘｔ
ｐｒｏｃｓｔｔｅをｎｅｘｔｓｔｔｅへセットせ
よ。ｖｍｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｐｒｏｃｓｔｔｅを
ｎｅｘｔｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｐｒｏｃｓｔｔｅへ
セットせよ。ｎｅｘｔｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｐｒｏｃ
ｓｔｔｅを新規なｖｍｓｔｔｅへセットせよ。前の
ｖｍｓｔｔｅのｎｅｘｔｐｒｏｃｓｔｔｅフィー
ルドを新規なｖｍｓｔｔｅへセットせよ。

【０２０４】ＶＭＳＴＴＥＦＩＮＤ（仮想記憶−セ
グメント変換テーブルエントリ−発見）ＶＭシステムはマクロ手続ＶＭＳＴＴＥＦＩＮＤの
ステップを実行し、指定されたアドレスの包含するｖｍ
ｓｔｔｅを配置する。手続は入力として、関心のある
アドレスを受容する。それはｖｍｓｔｔｅへのポイン
タと配置動作の成功を指示するステータスコードを戻
す。

【０２０５】ステップ１１０で始まるＶＭＳＴＴＥ
ＦＩＮＤのステップの好ましいシーケンスは以下のとお
りであり、また図１５に図示されている。動作ＶＭＮＯＲＭＡＬへステータスをセットせよ（ステッ
プ１１２）。アドレスがデータ空間またはテキスト空間
にあるかどうかを決定する。一致について探索するとき
にｖｍｓｔｔｅの適当なリストを使用せよ（ステップ
１１４）。ｔｅｓｔｖｍｓｔｔｅをｌｉｓｔ．ｆｉ
ｒｓｔｓｔｔｅ（ステップ１１６）へセットせよ。も
し、ｔｅｓｔｖｍｓｔｔｅがＮＵＬＬであれば、例
外ＶＭＳＴＴＥＮＯＴＦＯＵＮＤを戻せ（ステップ
１１８）。もしｔｅｘｔｖｍｓｔｔｅのベースアド
レスが指定されるアドレスよりも大きければ、例外ＶＭ
ＳＴＴＥＮＯＴＦＯＵＮＤを戻せ（ステップ１１
２）。もしｂａｓｅａｄｄｒｅｓｓが探索アドレスよ
りも小さいかまたは等しく、そしてベースアドレスとｔ
ｅｓｔｖｍｓｔｔｅ．ｌｅｎｇｔｈの和が探索アド
レスよりも大きいかまたは等しければ、以下を行え。Ａ）ｖｍｓｔｔｅをｔｅｓｔｖｍｓｔｔｅへセッ
トし、Ｂ）戻れ（ステップ１２２）。ｔｅｓｔｖｍｓｔｔ
ｅをｔｅｓｔｖｍｓｔｔｅ．ｎｅｘｔｐｒｏｃｓ
ｔｔｅへセットせよ（ステップ１２４）。第４番目のス
テップ（すなわちステップ１１８）へ戻れ。

【０２０６】ＶＭＳＴＴＥＬＯＡＤ（仮想記憶−セ
グメント変換テーブルエントリ−ロード）ＶＭシステムは手続ＶＭＳＴＴＥＬＯＡＤのステッ
プを実行し、ｖｍｓｔｔｅのハードウエア部分を適当
なＳＴＴへロードする。それは入力として、ロードのた
めｖｍｓｔｔｅへのポインタを受容する。

【０２０７】ステップ１３０で始まるＶＭＳＴＴＥ
ＬＯＡＤのステップの好ましいシーケンスは以下のとお
りであり、また図１６に図示されている。

【０２０８】動作ｖｍｓｔｔｅを、それがデータｖｍｓｔｔｅかまた
はテキストｖｍｓｔｔｅかどうか見極めるために検査
せよ（ステップ１３２）、もしこれがデータｖｍｓｔ
ｔｅであれば、以下を行え。Ａ）プロセスの手続構造からロードされる最後のデー
タセグメント変換テーブルエントリの番号を獲得せよ
（ステップ１３６）。Ｂ）その番号をインクリメントせよ（ステップ１３
８）。Ｃ）セグメント変換テーブル番号をｖｍｓｔｔｅに
記憶せよ（ステップ１４０）。Ｄ）ｖｍｓｔｔｅおよび新規なセグメント変換テー
ブルエントリ番号と一緒にｖｍｉａｌｏａｄｄｓｔ
ｔｅを呼出せ（ステップ１４２）。Ｅ）ロードされる最後のデータセグメント変換テーブ
ルエントリの新規な値を手続構造に記憶せよ（ステップ
１４４）。それ以外（すなわち、テキストｖｍｓｔｔ
ｅ）であれば、以下を行え。Ａ）プロセスの手続構造からロードされる最後のテキ
ストセグメント変換テーブルエントリの番号を獲得せよ
（ステップ１４８）。Ｂ）その番号をインクリメントせよ（ステップ１５
０）。Ｃ）セグメント変換テーブル番号をｖｍｓｔｔｅに
記憶せよ（ステップ１５２）。Ｄ）ｖｍｓｔｔｅおよび新規なセグメント変換テー
ブルエントリ番号と一緒にｖｍｉａｌｏａｄｉｓｔ
ｔｅを呼出せ（ステップ１５４）。Ｅ）ロードされる最後のテキストセグメント変換テー
ブルエントリの新規な値を手続構造に記憶せよ（ステッ
プ１５６）。

【０２０９】ＶＭＳＴＴＥＣＬＥＡＲ（仮想記憶−
セグメント変換テーブルエントリ−クリア）ＶＭシステムは手続ＶＭＳＴＴＥＣＬＥＡＲのステ
ップを実行し、ｖｍｓｔｔｅ（セグメント変換テーブル
エントリ）のハードウエア部分を適当なＳＴＴ（セグメ
ント変換テーブル）へロードする。それはロードのため
入力としてｖｍｓｔｔｅへのポインタを受け入れる。
ステップ１６０で始まるＶＭＳＴＴＥＣＬＥＡＲの
ステップの好ましいシーケンスを以下で述べる（図１７
参照）。動作ｖｍｓｔｔｅからＳＴＴＥ番号を獲得せよ（ステップ
１６２）。もしｖｍｓｔｔｅがデータ仮想記憶ｓｔｔ
ｅであれば、ＳＴＴＥ番号と一緒にｖｍｉａｕｎｌｏ
ａｄｄｓｔｔｅを呼び出せ（ステップ１６４）。もし
仮想記憶ｓｔｔｅがテキスト仮想記憶ｓｔｔｅであれ
ば、ＳＴＴＥ番号と一緒にｖｍｉａｕｎｌｏａｄｉ
ｓｔｔｅを呼び出せ（ステップ１６６）。ｖｍｓｔｔ
ｅ．ｓｔｔｅｌｏａｄｅｄ（仮想記憶−セグメント変
換テーブルエントリ．セグメント変換テーブルエントリ
−ロード）をゼロへセットせよ（ステップ１６８）。

【０２１０】対象物管理手続ディジタルデータプロセッシング装置１０および特に中
央処理装置４０Ａ〜４０Ｃは、対象物管理のため、ＶＭ
システムの部分を形成する以下の手続に包含されるステ
ップを実行する。

【０２１１】ＶＭＯＢＪＩＮＩＴ（仮想記憶−対象
物−初期化）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＩＮＩＴのステップ
を実行し、対象物テーブルを初期化する。それはいずれ
の対象物の発生にも先立ってシステム初期化中呼び出さ
れる。ＶＭＯＢＪＩＮＩＴのステップの好ましいシ
ーケンスが以下のとおりである。動作ｃａｓｈｅｄｌｉｓｔｌｏｃｋ（キャッシュ記憶−
リスト−ロック）のためにｓｐｉｎｉｎｉｔ（スピン
−初期化）を呼び出せ。もしｓｐｉｎｉｎｉｔが失敗
すれば、非常事態（panic)を呼び出せ。ｎｕｍｃａｃ
ｈｅｄｏｂｊｅｃｔ（番号−キャッシュ記憶−対象
物）をゼロにセットせよ。ｆｉｒｓｔｃａｃｈｅｄ
ｏｂｊｅｃｔ（最初−キャッシュ記憶−対象物）をＮＵ
ＬＬ（空白）にセットせよ。ｌａｓｔｃａｃｈｅｄ
ｏｂｊｅｃｔ（最後−キャッシュ記憶−対象物）をＮＵ
ＬＬ（空白）にセットせよ。

【０２１２】ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥ（仮想記憶−
対象物−発生）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥのステ
ップを実行し、ｖｎｏｄｅと関連付けられる新規な対象
物を発生する。それは、ｖｎｏｄｅをマップファイルと
関連付けるときにファイルシステムにより呼び出され
る。ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥは入力として、ｖｎｏｄ
ｅおよび対象物型式の識別を受け入れる。それは対象物
へのポインタおよびステータスを戻す。ＶＭＯＢＪ
ＣＲＥＡＴＥのステップの好ましいシーケンスが以下の
とおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬにセットせよ。ｖｍ
ｏｂｊｅｎｔｒｙｇｅｔ（仮想記憶−対象物−エン
トリ−獲得）を呼び出し、フリー対象物エントリを獲得
せよ。入力パラメータに応じて対象物にｏｂｊｅｃｔ
ｔｙｐｅ（対象物−型式）をセットせよ。セルのために
ａｌｌｔｉｍｅｒ（全−タイマ）を読み出せ。時間の
低位７ビット以外の全てをマスク(mask out)せよ。先の
ステップの結果にページサイズを掛け合わせよ。これは
ファイルのオフセットを対象物に与える。もしｏｂｊｅ
ｃｔｔｙｐｅがテキストであれば、ＶＭＴＥＸＴ
ＦＩＬＥＯＦＦＳＥＴをファイルオフセットから差し引
け。計算に従ってｏｂｊｅｃｔｏｆｆｓｅｔｉｎ
ｆｉｌｅ（対象物オフセット−イン−ファイル）をオフ
セットへセットせよ。ｍａｐｐｅｄｆｉｌｅ（マップ
−ファイル）をファイルのｖｎｏｄｅへセットせよ。ｏ
ｂｊｅｃｔｔｙｐｅの状態をアクティブにセットせ
よ。

【０２１３】ＶＭＯＢＪＥＮＴＲＹＧＥＴ（仮想
記憶−対象物−エントリ−獲得）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＥＮＴＲＹＧＥＴ
のステップを実行し、対象物エントリを割り付けかつ初
期化する。それは、新規な対象物を発生するときに呼び
出される。ＶＭＯＢＪＥＮＴＲＹＧＥＴは所定の
ステータスへのポインタを受け入れそして出力としてこ
れを戻す。ＶＭＯＢＪＥＮＴＲＹＧＥＴのステッ
プの好ましいシーケンスが以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬにセットせよ。ｋｅｒ
ｎｍａｌｌｏｃ（核−割付け）を待つことなく呼び出
し、メモリを対象物について割り付けよ。もし対象物エ
ントリが依然として必要であれば（核割付けが失敗し
た）、以下を行え。Ａ）ｖｍｏｂｊｅｃｔｃａｃｈｅｄ（仮想記憶−対
象物−キャッシュ記憶）をセットせよ。Ｂ）もしｖｍｏｂｊｅｃｔｃａｃｈｅｄ．ｎｕｍ
ｏｂｊｅｃｔ（仮想記憶−対象物−キャッシュ記憶．番
号−対象物）が０であれば、以下を行え。ｉ）ｖｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロックせよ。ｉｉ）指定される待ち選択肢でｋｅｒｎｍａｌｌｏｃ
を呼び出せ。それ以外であれば、以下を行え。ｉ）ｖｍｏｂｊｃａｃｈｅｄ［ｆｉｒｓｔｏｂｊｅ
ｃｔ］（仮想記憶−対象物−キャッシュ記憶［最初の対
象物］）が選択される対象物である。ｉｉ）ｖｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロック解除せよ。ｉｉｉ）ｖｍｏｂｊｄｅｌｅｔｅ（仮想記憶−対象
物−削除）を呼び出し、選択対象物を自由にせよ。Ｃ）第２のステップへと戻れ（すなわち、ｋｅｒｎｍ
ａｌｌｏｃを呼び出せ）。ｓｐｉｎｉｎｉｔ（スピン−初期化）を呼び出し、対
象物のロックを初期化せよ。ｎｅｘｔｏｂｊ（次−対
象物）およびｐｒｅｖｏｂｊ（前−対象物）をＮＵＬ
Ｌにセットせよ。ｌｏｗａｄｄｒｍａｐｐｅｄ（低
位−アドレス−マップ化）およびｈｉｇｈａｄｄｒ
ｍａｐｐｅｄ（高位−アドレス−マップ化）を０にセッ
トせよ。ｎｕｍｗｉｎｄｏｗ（番号−ウインドウ）お
よびｏｆｆｓｅｔｉｎｆｉｌｅを０にセットせよ。
ｍａｐｐｅｄｆｉｌｅ（マップ化−ファイル）および
ａｔｏｍｉｃｓｔａｔｅｆｉｌｅ（アトミック−状
態−ファイル）ポインタをＮＵＬＬにセットせよ。対象
物およびウインドウのポインタをＮＵＬＬへセットせ
よ。

【０２１４】ＶＭＯＢＪＡＣＴＩＶＡＴＥ（仮想記
憶−対象物−活動化）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＡＣＴＩＶＡＴＥの
ステップを実行し、対象物をキャッシュ記憶リストから
アクティブエントリリストへ移動する。この手続はファ
イルシステムにより呼び出され、対象物がアクティブリ
スト上にあるべきであることをＶＭシステムに知らせ
る。ＶＭＯＢＪＡＣＴＩＶＡＴＥは入力として対象
物へのポインタを受け入れる。それはステータスを戻
す。ＶＭＯＢＪＡＣＴＩＶＡＴＥのステップの好ま
しいシーケンスは以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬにセットせよ。対象物
エントリをロックせよ。もし対象物の状態がキャッシュ
記憶されていなければ、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し対象物エントリ
をロック解除せよ。Ｂ）例外ＶＭＯＢＪＮＯＴＣＡＣＨＥＤ（仮想記
憶−対象物−非−キャッシュ記憶）を戻せ。ｎｏｗａ
ｉｔセットと一緒にｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、ｖ
ｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロックせよ。もし呼び出しが
成功しなければ、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し対象物エントリ
をロック解除せよ。Ｂ）第２のステップへ戻れ。ＶＭＯＢＪＥＣＴＵＮＬＩＮＫ（仮想記憶−対象物
−リンク解除）を使用し、対象物をｖｍｏｂｊｃａ
ｃｈｅｄからリンク解除せよ。対象物の状態をアクティ
ブにセットせよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出しｖ
ｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロック解除せよ。対象物で
各ウインドウごとにｖｍｗｉｎｄｏｗａｃｔｉｖａ
ｔｅを呼び出せ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、
対象物エントリをロック解除せよ。

【０２１５】ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬ
ＡＹ（仮想記憶−対象物−発生−オーバレイ）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶ
ＥＲＬＡＹのステップを実行し、どこかで実行されつつ
あるファイルへの書込み動作と再始動動作およびチェッ
クポイント動作で使用するために、オーバレイ対象物を
発生する。この手続はファイルシステムにより呼び出さ
れる。ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬＡＹは
入力として、対象物へのポインタ、オーバレイファイル
のｖｎｏｄｅおよび対象物型式を受容する。それは新規
対象物へのポインタおよびステータス標識を戻す。ＶＭ
ＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬＡＹのステップの
好ましいシーケンスは以下のとおりであり、ステップ１
８で始まる（図１８に図示）。上述のアトミックファイ
ルステップについては、本願と同日に出願された本出願
人による「改善されたぺージングを有するディジタルデ
ータプロセッサという表題の付された同時係属出願を参
照されたい。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ（ステッ
プ１８２）。ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エ
ントリをロックせよ（ステップ１８４）。対象物の各ウ
インドウごとに、フラッシュページフラグセットと一緒
にｖｍｗｉｎｄｏｗｃｌｅａｎｐａｇｅを呼び出
せ。これは、すべての修正ページがそれらのデバイスへ
コピーされることを保証する（ステップ１８６）。ｖｍ
ｏｂｊｅｎｔｒｙｇｅｔ（仮想記憶−対象物−エ
ントリ−獲得）を呼び出し、対象物エントリを獲得せよ
（ステップ１８８）。元の対象物エントリから新規な対
象物エントリへ例外状態、フィールドのすべてをコピー
せよ（ステップ１９０）。元の対象物エントリでｖｎｏ
ｄｅを変化し、オーバレイファイルに対応付けよ（ステ
ップ１９２）。もし元の対象物エントリがアトミック状
態のファイルを有していたならば、以下を行え。Ａ）ｖｍａｔｏｍｉｃｓｔａｔｅｆｉｌｅｃｒ
ｅａｔｅを呼び出し、新規なアトミック状態ファイルを
発生せよ。Ｂ）新規なアトミック状態ファイルのｖｎｏｄｅをもと
のアトミック状態ファイルに記憶せよ（ステップ１９
４）。新規な対象物エントリアドレスを元の対象物エン
トリのｏｖｅｒｌａｙｏｂｊｅｃｔフィールドへ入れ
よ（ステップ１９６）。新規な対象物エントリの状態を
アクティブにセットせよ（ステップ１９８）。ｓｐｉｎ
ｕｎｌｏｃｋを呼び出し、元の対象物エントリをロッ
ク解除せよ（ステップ２００）。

【０２１６】ＶＭＯＢＪＣＡＣＨＥ（仮想記憶−対
象物−キャッシュ）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＣＡＣＨＥのステッ
プを実行し、アクティブリストからキャッシュリストへ
対象物を移動する。対象物に関連付けられるいずれのウ
インドウもまたキャッシュ記憶される。手続はファイル
システムから呼び出され、ＶＭシステムに、対象物がキ
ャッシュ記憶されたリスト上にあるべきことを知らせ
る。それは、ｖｎｏｄｅがキャッシュ記憶状態にとどま
るファイルの最後のクローズ時に呼び出されるべきであ
る。ＶＭＯＢＪＣＡＣＨＥは入力として、対象物へ
のポインタを受容しそしてステータス標識を戻す。ＶＭ
ＯＢＪＣＡＣＨＥのステップの好ましいシーケンス
は以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エントリをロックせ
よ。対象物の各ウインドウの参照カウントを検査せよ。
もしいずれもがゼロよりも大きければ、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エント
リをロック解除せよ。Ｂ）例外ＶＭＷＩＮＤＯＷＩＮＵＳＥを戻せ。各ウインドウごとに、ｖｍｗｉｎｄｏｗｃａｃｈｅ
を呼び出せ。ｖｍａｔｏｍｉｃｓｔａｔｆｉｌｅ
ｄｅｓｔｒｏｙ（仮想記憶−アトミック−状態−ファ
イル−破壊）を呼び出し、ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出
し、ｖｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロックせよ。ＶＭ
ＯＢＪＥＣＴＬＩＮＫを使用し、対象物をｖｍｏｂ
ｊｃａｃｈｅｄへリンクせよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃ
ｋを呼び出し、ｖｍｏｂｊｃａｃｈｅｄをロック解
除せよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エ
ントリをロック解除せよ。

【０２１７】ＶＭＯＢＪＤＥＬＥＴＥＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＤＥＬＥＴＥのステ
ップを実行し、対象物を削除し、任意に、その修正ペー
ジのいずれをもフラッシュする。手続はまたシステム上
に依然としてある対象物のページのいずれをも無効にす
る。それは一時ファイルの最後のクローズ時にそしてｖ
ｎｏｄｅを自由にすることを必要とするときに呼び出さ
れる。それはＶＭシステムによってもまた呼び出され、
キャッシュ記憶される対象物を削除する。これは、たと
えば、利用できるそして正規のバックグラウンドクリー
ンアッププロセスの一部として何らのシステム仮想アド
レス空間もないときに生ずる。ＶＭＯＢＪＤＥＬＥ
ＴＥが入力として、対象物へのポインタおよびページを
フラッシュするかどうかを指示する値を受容する。それ
はステータス指示を戻す。ＶＭＯＢＪＤＥＬＥＴＥ
のステップの好ましいシーケンスは以下のとおりであ
る。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、指定された対象物エントリを
ロックせよ。対象物の各ウインドウの参照カウントを検
査せよ。もしいずれもがゼロよりも大きければ、以下を
行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エント
リをロック解除せよ。Ｂ）例外ＶＭＷＩＮＤＯＷＩＮＵＳＥに戻せ。もし対象物の状態がキャッシュ記憶されれば、ＶＭＯ
ＢＪＥＣＴＵＮＬＩＮＫ（仮想記憶−対象物−リンク
解除）を使用し、対象物エントリをキャッシュ記憶され
る対象物リストから対象物エントリを除去せよ。対象物
の状態フィールドを削除へ変化させよ。各ウインドウご
とに、以下を行え。Ａ）ｖｍｗｉｎｄｏｗｄｅｌｅｔｅを呼び出し、ｆ
ｌｕｓｈｐａｇｅｓ選択肢上を通し、ウインドウエン
トリを解放せよ。Ｂ）ウインドウのシステム仮想アドレスを割り付け解除
せよ。ｖｍａｔｏｍｉｃｓｔａｔｆｉｌｅｄｅｓｔｒ
ｏｙを呼び出せ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、
対象物エントリをロック解除せよ。ｖｍｃｌｏｓｅを
呼び出し、ｖｎｏｄｅ参照カウントをデクリメントせ
よ。ｋｅｒｎｆｒｅｅを呼び出し、対象物エントリを
解放せよ。もし対象物がオーバレイ対象物を有していた
ならば、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、オーバレイ対象物
をロックせよ。Ｂ）ｏｖｅｒｌａｙｏｂｊｅｃｔ（オーバレイ−対象
物）のｏｖｅｒｌａｙｃｏｕｎｔ（オーバレイ−カウン
ト）をデクリメントせよ。Ｃ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、オーバレイ対
象物をロック解除せよ。Ｄ）もしｏｖｅｒｌａｙｃｏｕｎｔがゼロとなってい
たならば、オーバレイ対象物と一緒にｖｍｏｂｊｄ
ｅｌｅｔｅを呼び出せ。

【０２１８】ＶＭＯＢＪＬＩＮＫ（仮想記憶−対象物−リンク）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＬＩＮＫのステップ
を実行し、対象物エントリを対象物リストにリンクす
る。それは、対象物を発生、活動化またはキャッシュ記
憶するときにＶＭシステムにより呼び出される。ＶＭ
ＯＢＪＬＩＮＫは入力として対象物および当該対象物
がそれへリンクされるところのリストへのポインタを受
け入れる。ＶＭＯＢＪＬＩＮＫのステップの好まし
いシーケンスが以下のとおりである。動作ｏｂｊｅｃｔ．ｐｒｅｖｏｂｊ（対象物．前−対象
物）を１ｓｔ．ｌａｓｔｏｂｊｅｃｔ（最初．最後対象
物）へセットせよ。ｏｂｊｅｃｔ．ｎｅｘｔｏｂｊ
（対象物．次−対象物）をＮＵＬＬへセットせよ。ｌｉ
ｓｔ．ｌａｓｔｏｂｊｅｃｔ（リスト．最後−対象
物）をこの対象物アドレスへセットせよ。ｏｂｊｅｃ
ｔ．ｐｒｅｖｏｂｊがＮＵＬＬであれば、ｌｉｓｔ．
ｆｉｒｓｔｏｂｊｅｃｔをこの対象物のアドレスへセッ
トせよ。そうでなければ、最初の対象物があったものの
ｎｅｘｔｏｂｊフィールドを、この対象物を指し示すよ
うセットせよ。ｌｉｓｔ．ｎｕｍｏｂｊｅｃｔ（リス
ト．番号−対象物）をインクリメントせよ。

【０２１９】ＶＭＯＢＪＵＮＬＩＮＫ（仮想記憶−
対象物−リンク解除）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＵＮＬＩＮＫのステ
ップを実行し、対象物エントリを対象物リストからリン
ク解除する。それは、対象物を活動化し、キャッシュ記
憶しまたは破壊するときに、ＶＭシステムにより呼び出
される。ＶＭＯＢＪＬＩＮＫと同様に、対象物エント
リおよびリストは呼び出しルーチンによりロックされね
ばならない。ＶＭＯＢＪＵＮＬＩＮＫは入力とし
て、対象物エントリおよび対象物リストへのポインタを
受け入れる。ＶＭＯＢＪＵＮＬＩＮＫののステップ
の好ましいシーケンスが以下のとおりである。動作もし、ｏｂｊｅｃｔ．ｐｒｅｖｏｂｊ（対象物．前−
対象物）がＮＵＬＬであれば、ｌｉｓｔ．ｆｉｒｓｔｏ
ｂｊｅｃｔ（リスト．最初対象物）をｏｂｊｅｃｔ．ｎ
ｅｘｔｏｂｊ（対象物．次対象物）へセットせよ。そう
でなければ、先の対象物のｎｅｘｔｏｂｊ（次−対象
物）フィールドをｏｂｊｅｃｔ．ｎｅｘｔｏｂｊ（対
象物．次−対象物）へセットせよ。もし、ｏｂｊｅｃ
ｔ．ｎｅｘｔｏｂｊ（対象物．次−対象物）がＮＵＬ
Ｌであれば、ｌｉｓｔ．ｌａｓｔｏｂｊｅｃｔ（リス
ト．最後対象物）をｏｂｊｅｃｔ．ｐｒｅｖｏｂｊ（対
象物．前対象物）へセットせよ。そうでなければ、次の
対象物のｐｒｅｖｏｂｊ（前−対象物）フィールドを
ｏｂｊｅｃｔ．ｐｒｅｖｏｂｊ（対象物．前−対象
物）へセットせよ。ｏｂｊｅｃｔ．ｎｅｘｔｏｂｊ
（対象物．次−対象物）をＮＵＬＬへセットせよ。ｏｂ
ｊｅｃｔ．ｐｒｅｖｏｂｊ（対象物．先−対象物）を
ＮＵＬＬへセットせよ。ｌｉｓｔ．ｎｕｍｏｂｊｅｃ
ｔ（リスト．番号−対象物）をデクリメントせよ。

【０２２０】ウインドウ管理手続ディジタルデータプロセッシング装置１０および特に中
央処理装置４０Ａ〜４０Ｃは、ウインドウを管理するた
めにＶＭシステムの部分を形成する以下の手続に包摂さ
れるステップを実行する。

【０２２１】ＶＭＷＩＮＤＯＷＩＮＩＴ（仮想記憶
−ウインドウ−初期化）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＤＯＷＩＮＩＴのス
テップを実行し、ｖｍｗｉｎｄｏｗｔａｂｌｅ（仮想
記憶−ウインドウ−テーブル）、アクティブウインドウ
リスト、キャッシュ記憶ウインドウリストおよびスワッ
プリストを初期化する。それはいずれの対象物の発生ま
たはいずれのマップドＳＴＴＥ（セグメント変換テーブ
ルエントリ）の初期化よりも前にシステム初期化中呼び
出されるのが好ましい。ＶＭＷＩＮＤＯＷＩＮＩＴ
のステップの好ましいシーケンスが以下のとおりであ
る。動作各アクティブリストごとに、以下を行え。Ａ）ａｃｔｉｖｅｌｉｓｔロックのためにｓｐｉｎ
ｉｎｉｔを呼び出せ。Ｂ）もしｓｐｉｎｉｎｉｔが失敗すれば、非常事態
（panic)を呼び出せ。Ｃ）リストのｎｕｍｗｉｎｄｏｗｓをゼロにセットせ
よ。Ｄ）リストのｆｉｒｓｔｗｉｎｄｏｗおよびｌａｓｔ
ｗｉｎｄｏｗをＮＵＬＬにセットせよ。もしｓｐｉｎ
ｉｎｉｔが失敗すれば、非常事態（panic)を呼び出
せ。キャッシュ記憶リストのｎｕｍｗｉｎｄｏｗｓを
ゼロにセットせよ。キャッシュ記憶リストのｆｉｒｓｔ
ｗｉｎｄｏｗおよびｌａｓｔｗｉｎｄｏｗをＮＵＬ
Ｌへセットせよ。ｓｗａｐｐｅｄｌｉｓｔのため、ｓ
ｐｉｎｉｎｉｔを呼び出せ。もしｓｐｉｎｉｎｉｔ
ｆａｉｌｅｄであれば、非常事態（panic)を呼び出
せ。スワップウインドウのｎｕｍｗｉｎｄｏｗｓをゼ
ロにセットせよ。スワップリストのｆｉｒｓｔｗｉｎ
ｄｏｗおよびｌａｓｔｗｉｎｄｏｗをＮＵＬＬにセッ
トせよ。

【０２２２】ＶＭＷＩＮＤＯＷＣＲＥＡＴＥ（仮想
記憶−ウインドウ−発生）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＤＯＷＣＲＥＡＴＥ
のステップを実行し、新規なウインドウを発生し、ＳＶ
Ａのある範囲とファイルオフセットの範囲とを関連付け
る。手続は、ファイルでマッピングする（または対象物
のウインドウを再構成する）ときに、ＶＭシステムによ
り呼び出される。手続は、入力として、対象物へのポイ
ンタ、そのオフセット、ページ長さ、アクセスモード、
およびウインドウが拡張可能かどうかを指示するブール
数を受け入れる。手続は新規なウインドウへのポインタ
およびステータス指示を戻す。ＶＭＷＩＮＤＯＷＣ
ＲＥＡＴＥのステップの好ましいシーケンスが以下のと
おりである。ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセット
せよ。対象物の各ウインドウごとに、以下を行え。Ａ）もし、ウインドウが（ｂａｓｅｆｉｌｅｏｆｆ
ｓｅｔおよびｌｅｎｇｔｈによる）この呼出しで指定さ
れるファイルの全部分にまたがるのであれば、ウインド
ウアドレスと一緒に例外ＶＭＷＩＮＤＯＷＡＬＲＥ
ＡＤＹＭＡＰＰＥＤを戻せ。もし、このウインドウが
対象物の最高位マップアドレスを包摂しそしてａｔｏｍ
ｉｃｅｎａｂｌｅｄがセットされれば、ファイルシス
テムを呼出し、（物理的ブロックを割り付ける）アトミ
ック状態ファイルを新規アドレスを被覆する大きさへ拡
張せよ。ｖｍｗｉｎｇｅｔｆｒｅｅｅｎｔｒｙ
を呼出し、自由な（そして初期化された）ウインドウエ
ントリを獲得せよ。ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼出し、新規
なウインドウをロックせよ。ｖｍｓｖａａｌｌｏｃ
ａｔｅを呼出し、ウインドウのためにＳＶＡのブロック
を割り付けよ。ＳＶＡベースアドレスおよび長さをそれ
ぞれウインドウエントリのベースシステム仮想アドレス
フィールドおよびｗｉｎｄｏｗｌｅｎｇｔｈフィール
ドに記憶せよ。対象物のアドレスをウインドウエントリ
に入れよ。指定に応じてウインドウエントリのｏｆｆｓ
ｅｔｉｎｆｉｌｅフィールドをセットせよ。ＶＭ
ＷＩＮＤＯＷＯＢＪＬＩＮＫを使用し、ｖｍウイン
ドウを対象物のウインドウリストへ加えよ。ＶＭＡＤ
ＤＲＴＯＷＩＮＬＩＳＴを使用し、新規なウイン
ドウがどのアクティブリストに行くかを決定せよ。ｓｐ
ｉｎｌｏｃｋを呼出し、適当なアクティブウインドウ
リストをロックせよ。ＶＭＩＮＫＷＩＮＤＯＷを使
用し、新規なウインドウをアクティブリストへ加えよ。
ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼出し、アクティブリストを
ロック解除せよ。間接的でないいずれの既存のウインド
ウも新規なウインドウにより包囲されるかどうかを検査
せよ。もしそうであれば、古いウインドウのそれぞれに
ついて、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎ−ｌｏｃｋを呼出し、古いウインドウを
ロックせよ。Ｂ）もし古いウインドウがアトミック可能性を有して
いたならば、それを新規なウインドウにセットせよ。Ｃ）ｌｏｗａｄｄｒｒｅｆおよびｈｉｇｈａｄ
ｄｒｒｅｆの範囲内のそれぞれのページについて、以
下を行え。ｉ）ＶＭＰＡＧＥＮＯＴＥＧＥＴを使用し、ペー
ジがページノートを有するかどうかを見極めよ。もしそ
うであれば、そしてページが読出しまたは書込みのため
保持されることをそれが指示すれば、循環せよ。ｉｉ）ｖｍｐａｇｅｄｅｓｃｒｍｏｄを呼出し、
ページの新規なＳＶＡに対応するようページ記述子のア
ドレスを変化させよ。Ｄ）新規なウインドウのアドレスを古いアドレスの間
接フィールドへ入れよ。Ｅ）ｓｐｉｎ−ｕｎｌｏｃｋを呼出し、古いウインド
ウをロック解除せよ。ｓｐｉｎ−ｕｎｌｏｃｋを呼出
し、新規なウインドウをロック解除せよ。

【０２２３】ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯＵＴ
（仮想記憶−ウインドウ−スワップ−アウト）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯ
ＵＴのステップを実行し、システム仮想アドレス空間の
多重化動作の一部としてウインドウをスワップアウトす
る（掃き出す）。それは、ＶＭシステムにより呼び出さ
れ、そして入力としてウインドウへのポインタを受け入
れる。ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯＵＴのステッ
プの好ましいシーケンスが以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼出し、選択されるウインドウをロック
せよ。ウインドウの状態をチェックせよ。もしそれがア
クティブでなければ、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出しウインドウをロ
ック解除せよ。Ｂ）例外ＶＭＷＩＮＤＯＷＮＯＴＡＣＴＩＶＡＴ
Ｅを戻せ。ウインドウの状態をｐｅｎｄｉｎｇｓｗａｐｐｅｄへ
セットせよ。ｓｔｔｅｓｉｎｖａｌｉｄａｔｅｄカウ
ントをゼロへセットせよ。ウインドウへリンクされた各
ｖｍｓｔｔｅごとに以下を行え。Ａ）ｖｍｓｔｔｅのブロックからｐｉｄを読み出せ。Ｂ）もしｖｍｓｔｔｅブロックがこのプロセスにより
所有されれば、そのアドレスのノート（注釈）を作れ。Ｃ）もしｖｍｓｔｔｅブロックがこのプロセスにより
所有されなければ、ｐｓｉｇｎａｌを呼び出し、ＶＭ
ＩＮＶＡＬＩＤＡＴＥＳＴＴＥ信号をプロセスへ送
り、それがｓｔｔｅ（セグメント変換テーブルエント
リ）を無効化すべきことを指示せよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ウインドウをロッ
ク解除せよ。もしこのプロセスがマップウインドウを有
すれば、ｖｍｓｔｔｅｉｎｖａｌｉｄａｔｅを呼び
出せ。もし参照カウントがゼロであれば（リンクされた
ＳＴＴＥがない）、ｖｍｗｉｎｄｏｗｓｗａｐｏ
ｕｔｆｉｎｉｓｈを呼び出せ。

【０２２４】ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＩＮ（仮
想記憶−ウインドウ−スワップ−イン）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＩ
Ｎのステップを実行し、システム仮想アドレス空間の多
重化動作の一部としてウインドウをスワップインする。
それは、スケジューラにより呼び出される。ＶＭＷＩ
ＮＤＯＷＳＷＡＰＩＮは入力としてウインドウへの
ポインタを受け入れ、そしてステータス指示を戻す。Ｖ
ＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＩＮのステップの好まし
いシーケンスが以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、選択されるウインドウをロッ
クせよ。ウインドウの状態をチェックせよ。もしそれが
スワップされなければ、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出しウインドウをロ
ック解除せよ。Ｂ）例外ＶＭＷＩＮＤＯＷＮＯＴＳＷＡＰＰＥＤ
を戻せ。ウインドウの状態をアクティブへセットせよ。ウインド
ウのためにシステム仮想アドレスのある範囲を割り付け
よ。ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、スワップされるｖ
ｍｗｉｎｄｏｗｓをロックせよ。ＶＭＵＮＬＩＮＫ
ＷＩＮＤＯＷを使用し、ウインドウをｖｍｗｉｎｄ
ｏｗｓｓｗａｐｐｅｄから除去せよ。ｓｐｉｎｕｎ
ｌｏｃｋを呼び出し、ｖｍｗｉｎｄｏｗｓｓｗａｐ
ｐｅｄをロック解除せよ。新規なシステム仮想アドレス
をウインドウエントリに記憶せよ。ウインドウについて
アクティブリストを決定せよ。ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼
び出し、アクティブリストをロックせよ。ＶＭＬＩＮ
ＫＷＩＮＤＯＷを使用しウインドウをアクティブリス
トに加えよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ａｃ
ｔｉｖｅｌｉｓｔをロック解除せよ。もし待機するプ
ロセスがあれば、ｗｉｎｄｏｗ．ｐｒｏｃｓｗａｉｔ
ｉｎｇに対するｗａｋｅｕｐを呼び出せ。ウインドウへ
リンクされる各ｖｍｓｔｔｅごとに、以下を行え。Ａ）ｖｍｓｔｔｅからｐｉｄを呼び出せ。Ｂ）ｐｓｉｇｎａｌを呼び出し、ＶＭＲＥＶＡＬＩＤ
ＡＴＥＳＴＴＥ信号を、ｖｍｓｔｔｅを所有するプ
ロセスへ送れ。

【０２２５】ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯＵＴ
ＦＩＮＩＳＨ（仮想記憶−ウインドウ−スワップ−アウ
ト−終了）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯ
ＵＴＦＩＮＩＳＨのステップを実行し、ウインドウの
スワップアウトプロセスを完了する。それはＶＭシステ
ムにより呼び出される。それは、入力として、ウインド
ウへのポインタを受け入れ、そしてステータス指示を戻
す。ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＷＡＰＯＵＴＦＩＮＩ
ＳＨのステップの好ましいシーケンスが以下のとおりで
ある。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｖｍ
ｗｉｎｄｏｗｃｌｅａｎｐａｇｅｓを呼び出し、全
ての居留ページからそれらの装置へのウインドウを取り
去り（flush)かつこれらページ（およびページノート）
を廃棄しそしてアトミック状態情報を保持せよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、ウインドウのためにアクティ
ブリストをロックせよ。ウインドウの状態をスワップ状
態へセットせよ。ＶＭＵＮＬＩＮＫＷＩＮＤＯＷを
使用し、ウインドウをａｃｔｉｖｅｌｉｓｔから除去
せよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ａｃｉｔｖ
ｅｌｉｓｔをロック解除せよ。ｓｐｉｎｌｏｃｋを
呼び出し、ｖｍｗｉｎｄｏｗｓｓｗａｐｐｅｄをロ
ックせよ。ＶＭＬＩＮＫＷＩＮＤＯＷを呼び出し、
ウインドウをｖｍｗｉｎｄｏｗｓｓｗａｐｐｅｄへ
付加せよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ｖｍ
ｗｉｎｄｏｗｓｓｗａｐｐｅｄをロック解除せよ。

【０２２６】ＶＭＯＢＪＭＡＰ（仮想記憶−対象物−マップ）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＭＡＰのステップを
実行し、対象物のある範囲をプロセスへマップする。も
し範囲が既存のウインドウの一部であれば、ウインドウ
のカウントがインクリメントされる。もし範囲の全体ま
たは一部がまだマップされていなければ、新規なウイン
ドウが発生される。もし、既存のウインドウにまたがる
新規なウインドウが発生されれば、新規なウインドウへ
転送されるすべての参照と一緒に既存のウインドウは間
接的なものとしてマークが施される。ＶＭＯＢＪＭ
ＡＰは入力として対象物へのポインタ、対象物オフセッ
ト、、長さ、ｖｍｓｔｔｅ、ｍａｐｔｙｐｅ、アト
ミックトランザクションが許容されるかどうかを指示す
るブール数およびウインドウアクセスモードを受け入れ
る。それはウインドウへのポインタ、ウインドウの基本
システム仮想アドレスと同じではないかもしれないｓｔ
ｔｅｓｖａ、およびステータス標識を戻す。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、排他的アクセスのために対象
物をロックせよ。もし対象物の状態がアクティブ状態以
外の何かであれば、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物をロッ
ク解除せよ。Ｂ）状態に応じて、ＶＭＯＢＪＥＣＴＤＥＬＥＴＥ
Ｄ（仮想記憶−対象物−削除）またはＶＭＯＢＪＥＣ
ＴＣＡＣＨＥＤ（仮想記憶−対象物−キャッシュ記
憶）を戻せ。もし対象物型が要求される型と一致しなければ、以下を
行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物をロッ
ク解除せよ。Ｂ）ＶＭＯＢＪＴＹＰＥＩＮＶＡＬＩＤ（仮想記
憶−対象物−型−無効）例外を戻せ。マップインされる範囲がどの既存のウインドウにも存在
するかどうかをチェックせよ。もしそうであれば、以下
を行え。Ａ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物をロッ
ク解除せよ。Ｂ）ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、ウインドウをロッ
クせよ。Ｃ）参照カウントをインクリメントせよ。Ｄ）ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＴＴＥＬＩＮＫを使用
し、新規なｖｍｓｔｔｅをｌａｓｔｓｔｔｅへリン
クせよ。Ｅ）もしａｔｏｍｉｃｅｎａｂｌｅｄが指定されれ
ば、ウインドウのａｔｏｍｉｃｅｎａｂｌｅｄフラグ
をセットせよ。Ｆ）ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物をロックせ
よ。Ｇ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ウインドウを
ロック解除せよ。もしａｔｏｍｉｃｅｎａｂｌｅｄが指定されていたな
らばそしてアトミック状態ファイルが対象物について存
在しなければ、ｖｍａｔｏｍｉｃｓｔａｔｅｆｉ
ｌｅｃｒｅａｔｅを呼び出し、そしてｖｎｏｄｅを対
象物エントリに記憶する。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼
び出し、対象物をロック解除せよ。指定される対象物オ
フセットに対応するシステム仮想アドレスを計算せよそ
して値をもどせ。

【０２２７】ＶＭＯＢＪＵＮＭＡＰ（仮想記憶−対
象物−マップ解除）ＶＭシステムは手続ＶＭＯＢＪＵＮＭＡＰのステッ
プを実行し、ウインドウの参照カウントをデクリメント
することにより対象物をマップアウトする。それはファ
イルがマップアウトされるときにＶＭシステムにより呼
び出される。ＶＭＯＢＪＵＮＭＡＰは入力としてｖ
ｍｗｉｎｄｏｗへのポインタおよびｖｍｓｔｔｅへ
のポインタを受け入れる。それはステータス標識を戻
す。ＶＭＯＢＪＵＮＭＡＰのステップの好ましいシー
ケンスが以下のとおりである。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、排他的アクセスのためにウイ
ンドウをロックせよ。ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＴＴＥ
ＵＮＬＩＮＫを使用し、指定されるｖｍｓｔｔｅを参
照しているｖｍｓｔｔｅｓのリストからリンク解除せ
よ。ウインドウについて参照の数をデクリメントせよ。
ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、ウインドウをロッ
ク解除せよ。

【０２２８】ＶＭＷＩＮＧＥＴＥＮＴＲＹ（仮想
記憶−成功−獲得−エントリ）ＶＭシステムは手続ＶＭＷＩＮＧＥＴＥＮＴＲＹ
のステップを実行し、新規なｖｍｗｉｎｄｏｗエント
リを割り付けかつ初期化する。それは、新規なｖｍｗ
ｉｎｄｏｗを発生するときにＶＭシステムにより呼び出
される。それはステータス標識と共に、ｖｍｗｉｎｄ
ｏｗへのポインタを戻す。ＶＭＷＩＮＧＥＴＥＮ
ＴＲＹのステップの好ましいシーケンスが以下のとおり
である。動作ステータスをＶＭＮＯＲＭＡＬへセットせよ。指定さ
れるされるｎｏｗａｉｔと一緒にｋｅｒｎｍａｌｌ
ｏｃを呼び出せ。もしｖｍｗｉｎｄｏｗエントリが依
然として必要とされれば、以下を行え。Ａ）ｓｐｉｎｌｏｃｋを呼び出し、キャッシュ記憶さ
れるウインドウリストをロックせよ。Ｂ）もしｃａｃｈｅｄｌｉｓｔｎｕｍｗｉｎｄｏ
ｗｓ（キャッシュ記憶−リスト・数−ウインドウ）が０
よりも大きければ、以下を行え。ｉ）ｖｍｗｉｎｄｏｗｃａｃｈｅｄ．ｆｉｒｓｔ
ｗｉｎｄｏｗが選択されるウインドウである。ｉｉ）ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、キャッシュ
記憶ウインドウリストをロック解除せよ。ｉｉｉ）ｖｍｗｉｎｄｏｗｄｅｌｅｔｅを呼び出
し、キャッシュ記憶ウインドウを削除せよ。ｉｖ）第２のステップへ戻れ。そうでなければ（ｖｍ
ｗｉｎｄｏｗエントリが依然として必要とされてい
る）、以下を行え。ｉ）指定される待ちと一緒にｋｅｒｎｍａｌｌｏｃを
呼び出せ。ｓｐｉｎｉｎｉｔを呼び出し、ウインドウ
のロックを初期化せよ。ｗｉｎｄｏｗ．ａｔｏｍｉｃ
ｅｎａｂｌｅｄを誤りへセットせよ。ｐｒｏｃｓｗａ
ｉｔｉｎｇ、ｒｅｆｅｒｅｎｃｅｃｏｕｎｔ、ｓｔｔ
ｅｓｉｎｖａｌｉｄａｔｅｄおよびｅｘｔｅｎｓｉｏｎ
ｃｏｕｎｔをゼロにセットせよ。ｉｎｄｉｒｅｃｔを
ＮＵＬＬへセットせよ。ｌａｓｔｆａｕｌｔａｄｄ
ｒおよびｒｕｎｌｅｎｇｔｈをゼロにセットせよ。ｌ
ｏｗａｄｄｒｒｅｆ、ｈｉｇｈａｄｄｒｒｅ
ｆ、ｌｏｗａｄｄｒｍｏｄ、ｈｉｇｈａｄｄｒｍ
ｏｄ、ｌｏｗａｄｄｒａｔｏｍｉｃおよびｈｉｇｈ
ａｄｄｒａｔｏｍｉｃをゼロにセットせよ。ｎｕｍ
ｐｎｂをゼロにセットせよ。ｆｉｒｓｔｐｎｂおよび
ｌａｓｔｐｎｂをＮＵＬＬへセットせよ。

【０２２９】ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＴＴＥＬＩＮＫ
（仮想記憶−ウインドウ−セグメント変換テーブルエン
トリ−リンク）ＶＭシステムはマクロＶＭＷＩＮＤＯＷＳＴＴＥ
ＬＩＮＫのステップを実行し、ｖｍｓｔｔｅをｖｍ
ｗｉｎｄｏｗにリンクする。それは、ファイルのある範
囲をプロセスのＣＡ空間にマップするときにＶＭシステ
ムにより呼び出される。ＶＭＷＩＮＤＯＷＳＴＴＥ
ＬＩＮＫのステップの好ましいシーケンスが以下のと
おりである。動作ｖｍｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｓｔｔｅをｗｉｎｄｏｗ．
ｌａｓｔｓｔｔｅへセットせよ。ｖｍｓｔｔｅ．ｎ
ｅｘｔｓｔｔｅをＮＵＬＬへセットせよ。ｗｉｎｄｏ
ｗ．ｌａｓｔｓｔｔｅをこのｖｍｓｔｔｅへセット
せよ。もしｖｍｓｔｔｅ．ｐｒｅｖｓｔｔｅがＮＵ
ＬＬであれば、ｗｉｎｄｏｗ．ｆｉｒｓｔ−ｓｔｔｅを
このｖｍｓｔｔｅへセットせよ。そうでなければ、最
後の仮想記憶セグメント変換テーブルエントリとされる
ものの次セグメント変換テーブルエントリフィールド
を、この仮想記憶セグメント変換テーブルエントリを指
し示すようセットせよ。ｗｉｎｄｏｗ．ｒｅｆｅｒｅｎ
ｃｅｃｏｕｎｔをインクリメントせよ。

【０２３０】ぺージングルーチンディジタルデータプロセッシング装置１０および特に中
央処理装置４０Ａ〜４０Ｃは、ＶＭシステムの部分を形
成する以下の手続に包含されるステップを実行し、ミッ
シングデータを識別しかつこれらをページングする。

【０２３１】ＶＭＦＡＵＬＴＳＴＴＥＭＩＳＳ
（仮想記憶−誤機能−セグメント変換テーブルエントリ
−ミス）ＶＭシステムは手続ＶＭＦＡＵＬＴＳＴＴＥＭＩ
ＳＳのステップを実行し、適当なｖｍｓｔｔｅを賦活
し、ｖｍｓｔｔｅを更新および賦活するか、または未
解決アドレスについて誤機能が生じたことを誤機能処理
体に合図することにより、ｓｔｔｅｍｌｓ誤機能を解
決する。トラップハンドラから唯一呼び出されるこの手
続は入力としてｆａｕｌｔａｄｄｒｅｓｓを受け入れ
る。ＶＭＦＡＵＬＴＳＴＴＥＭＩＳＳのステップ
の好ましいシーケンスは以下のとおりであり、そして図
１９に図示されており、ステップ２１０とともに開始す
る。動作ＶＭＳＴＴＥＦＩＮＤを使用し、プロセスのｖｍ
ｓｔｔｅｓをチェックし、誤機能アドレスについてセグ
メント変換テーブルエントリが存在するかどうかを見よ
（ステップ２１２）。もし何らのｖｍｓｔｔｅｓも一
致しなければ、以下を行え。Ａ）もしページがいずれの既存のＳＴＴＥのＣＡ範囲内
にもなければ（ＮＯＴ）、以下を行え。ｉ）未解決アドレスについて誤機能が発生していること
をプロセスに合図せよ。ｉｉ）戻れ（ステップ２１６）Ｂ）そうでなく、もしマップが拡張可能であれば、以下
を行え。ｉ）ｖｍｓｔｔｅに対応するｖｍｗｉｎｄｏｗをロ
ックせよ。ｉｉ）もしｖｍｗｉｎｄｏｗが誤りアドレスをカバー
していたならば、以下を行え。ａ）もし大きなマップの整合性がｏｋであれば（現在の
ＣＡベースは新規なサイズについての自然境界であ
る）、仮想記憶セグメント変換テーブルエントリを更新
せよ。更新されたｖｍｓｔｔｅはここに誤りアドレス
について整合性を示す。ｉｉｉ）ｖｍｗｉｎｄｏｗをロック解除せよ（ステッ
プ２１８）Ｃ）そうでなければ、未解決アドレスについての誤りが
発生したことをプロセスに合図せよ（ステップ２２
０）。もしｖｍｓｔｔｅが整合すれば、ＶＭＳＴＥ
ＬＯＡＤを使用し、ｖｍｓｔｔｅからのハードウエア
ＳＴＴＥをセグメント変換テーブルの無作為ユーザロケ
ーション（ユーザエントリを介してループせよ）にコピ
ーせよ（ＩＳＴＴでＶＭＩＳＴＴＦＩＲＳＴＵＳ
ＥＲないしＶＭＩＳＴＴＮＵＭＥＮＴＲＩＥＳ−
１、ＤＳＴＴでＶＭＤＳＴＴＦＩＲＳＴＵＳＥＲ
ないしＶＭＤＳＴＴＮＵＭＥＮＴＲＩＥＳ −
１）（ステップ２２２）。

【０２３２】ＶＭＰＡＧＥＩＮ（仮想記憶−ページ−イン）ＶＭシステムは手続ＶＭＰＡＧＥＩＮのステップを
実行し、ページ誤りに応じてページをシステムに引き入
れる。それは読み出しまたは書込み誤り時にトラップハ
ンドラから呼び出される。手続は入力として誤りアドレ
スおよびｖｍｗｉｎｄｏｗへのポインタを受け入れる。
ＶＭＰＡＧＥＩＮは、入出力が完全となるまで、何
らのプロセスも呼び出されつつあるページへアクセスし
ないことを保証しなければならない。これを行うため
に、それは読出し要求を、実ページと同様のラインの特
別ページへ発行する。入出力が完了する時、それはペー
ジアドレスを読出しアドレスへ変化させる。もしページ
がオーバレイ対象物により戻されれば、データは戻りペ
ージから現在ページへコピーされる。後述するように、
データのコピー動作を許容するために、テキストページ
が戻り手段を有するのが許容されない。ＶＭＰＡＧＥ
ＩＮのステップの好ましいシーケンスが以下の通りで
ある。このシーケンスの部分が図２０に示され、ステッ
プ２３０とともに開始する。動作仮想記憶ウインドウをロックせよ。もしｖｍｗｉｎｄ
ｏｗの間接アドレスがＮＵＬＬでなければ、Ａ）ｖｍｗｉｎｄｏｗへロック解除せよ。Ｂ）ｖｍｏｂｊｍａｐを呼び出し、新規なｖｍｗ
ｉｎｄｏｗをマップインせよ。Ｃ）ｖｍｏｂｊｕｎｍａｐを呼び出し、古いｖｍ
ｗｉｎｄｏｗをマップアウトせよ。Ｄ）戻れ。もしｖｍｗｉｎｄｏｗ状態がスワップされるかまたは
未決スワップ状態であれば（多重化）、以下を行え。Ａ）ｗｉｎｄｏｗ．ｐｒｏｃｓｗａｉｔｉｎｇをイン
クリメントせよ。Ｂ）ｓｌｅｅｐｈａｒｄｒｓｐを呼び出し、ｖｍ
ｗｉｎｄｏｗでロック解除および待機せよ。Ｃ）戻れ。もしｆａｕｌｔａｄｄｒｅｓｓがｗｉｎｄｏｗ．ｌｏ
ｗａｄｄｒｒｅｆよりも小さければ、ｗｉｎｄｏ
ｗ．ｌｏｗａｄｄｒｒｅｆを誤りアドレスへセット
せよ。もしｆａｕｌｔａｄｄｒｅｓｓがｗｉｎｄｏ
ｗ．ｈｉｇｈａｄｄｒｒｅｆよりも大きければ、ｗ
ｉｎｄｏｗ．ｈｉｇｈａｄｄｒｒｅｆをｆａｕｌｔ
ａｄｄｒｅｓｓへセットせよ。ＶＭＰＡＧＥＮＯＴ
ＥＧＥＴを使用し、ｆａｕｌｔａｄｄｒｅｓｓにつ
いてｐａｇｅｎｏｔｅ（もし一つ存在すれば）を獲得
せよ。もしＮＵＬＬポインタが戻されたならば、何らの
ページノートも存在せず、それゆえ以下を行え。Ａ）ＶＭＰＡＧＥＮＯＴＥＣＲＥＡＴＥを使用
し、誤りページについてページノートを発生せよ。もし、ｐａｇｅｎｏｔｅ．ｒｅａｄｈｅｌｄまたは
ｐａｇｅｎｏｔｅ．ｗｒｉｔｅｈｅｌｄがセットさ
れれば、以下を行え。Ａ）ｐａｇｅｎｏｔｅ．ｐｒｏｃｓｗａｉｔｉｎｇ
をセットせよ。Ｂ）ｓｌｅｅｐｈａｒｄｒｓｐを呼び出し、ｖｍ
ｗｉｎｄｏｗをロック解除しそしてページノートで待機
せよ。Ｃ）戻れ。ｐａｇｅｎｏｔｅ．ｒｅａｄｈｅｌｄをセットせ
よ。ＶＭＰＡＧＥＴＯＬＩＮＥを使用し、いずれ
のラインに誤りページが存在するかを決定せよ。ｓｐｉ
ｎｌｏｃｋを呼び出し、ｖｍｗｉｎｄｏｗを包含す
る対象物をロックせよ。ｍａｐｐｅｄｆｉｌｅのｖｎ
ｏｄｅを対象物テーブルから取得せよ。ＶＭＡＤＤＲ
ＴＯＦＩＬＥＯＦＦを使用し、誤りアドレスおよ
び対象物データを使用してファイルオフセットを決定せ
よ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出し、対象物エント
リをロック解除せよ。ｓｐｉｎｕｎｌｏｃｋを呼び出
し、仮想記憶ウインドウをロック解除せよ。ｖｍｔｅ
ｍｐｐａｇｅｃｒｅａｔｅを呼び出し、データを収
容するために一時的なページを取得せよ。ファイルシス
テムを呼び出し、ページを読み取れ。ファイルシステム
は、成功状態、ゼロページ（ディスク上になし）状態ま
たは非成功状態という入出力のステータスを戻さなけれ
ばならない（ステップ２３２）。もし結果がゼロページ
であったか成功状態でなかったならば、対象物はオーバ
レイを有し、以下を行え。Ａ）もし結果がゼロページであったならば、ページが見
出されたことを記録せよ（ステップ２３６）Ｂ）ｖｍｐａｇｅｈｏｌｄｆｏｒｗｒｉｔｅを
呼び出し、オーバレイ対象物のページを保持せよ（ステ
ップ２３８）。Ｃ）もしページが見出されたならば、以下を行え。ｉ）オーバレイ対象物のページを新規ページへコピーせ
よ（ステップ２４２）。ｉｉ）ＶＭＰＡＧＥＤＥＳＣＲＲＥＡＤを使用
し、新規ページの記述子を取得せよ（ステップ２４
４）。ｉｉｉ）記述子のアドレスを「実」アドレスへ変化せよ
（ステップ２４６）。ｉｖ）ＶＭＰＡＧＥＤＥＳＣＲＭＯＤを使用し、
ページの記述子を更新せよ。これは、ページのアドレス
を変える（ステップ２４８）。ｖ）一時ページをフリーとしてマーク付けせよ（ステッ
プ２５０）。ｖｉ）ｖｍｐａｇｅｒｅｌｅａｓｅを呼び出し、ペ
ージを解放せよ（ステップ２５２）。ｖｉｉ）戻れ（ステップ２５４）。そうでなく、もしページが見出されなければ、以下を行
え。ｉ）オーバレイ対象物のｖｎｏｄｅを使用し、第７ステ
ップへ戻れ（ファイルシステムを呼び出しページを呼び
出せ）（ステップ２５６）。

【０２３３】要約前述の対象物に適う改善されたディジタルデータプロセ
ッシング装置を開示した。詳述すると、チェックポイン
ト間または分岐後の時間間隔内でプロセスによりアクセ
スされるデータをセット内に記憶するディジタルデータ
プロセッシング装置を開示した。ある期間中アクセスさ
れるかまたは更新されるデータだけが関連セットに記憶
される。前の期間中だけアクセスされるものはこれら期
間と関連付けられるセットにとどまる。当業者であれ
ば、上述の実施例は単なる例示であり、修正・付加・削
除を含む他の装置および方法が本発明の技術思想内に包
含されるべきことを理解するであろう。たとえば、異な
るデータ構造が、ＣＡ空間およびシステム仮想アドレス
空間を管理および変換するのに使用可能である。等価で
あるが変化された手続が対象物間で情報を転送するのに
使用されてもよい。一例として、対象物、ウインドウお
よびセグメント変換テーブル管理ルーチンのうちの少く
とも一定ルーチンのシーケンスが本発明の技術思想を変
更することなく変化可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の好ましい実施において使用するための
多重処理装置の構造を図示する。

【図２】図１の多重処理装置のための好ましいメモリ構
成およびデータ管理機能を図示する。

【図３】図１の多重処理装置のための好ましいメモリ構
成およびデータ管理機能を図示する。

【図４】図１の多重処理装置のたとえばレベル０のセグ
メントについての好ましい構成を図示する。

【図５】図１の多重処理装置のプロセッシングセルのた
めの好ましい構成を図示する。

【図６】図１の多重処理装置のキャッシュディレクトリ
の好ましい構成を図示する。

【図７】図１のディジタルデータプロセッサのシステム
仮想アドレス空間と文脈アドレス空間との間の対応付け
（マッピング）を図示する。

【図８】図１のディジタルデータプロセッサの文脈アド
レスの構成要素を図示する。

【図９】図１のディジタルデータプロセッサのプロセス
またはアドレス変換を図示する。

【図１０】図１のディジタルデータプロセッサのセグメ
ント変換テーブルフィールドを図示する。

【図１１】図１のディジタルデータプロセッサがどのよ
うにしてシステム仮想アドレスを発生するかを図示す
る。

【図１２】アドレス空間管理のために図１のディジタル
データプロセッサにより使用される好ましいデータ構造
の相互関係を図示する。

【図１３】図１のディジタルデータプロセッサによって
どのようにしてページが分岐動作中コピーされそして更
新されるかを図示する。

【図１４】図１のディジタルデータプロセッサによって
遂行される機構のチェックポイント動作および分岐動作
を図示する。ＣＥどのようにしてページが分岐動作中コ
ピーされそして更新されるかを図示する。

【図１５】ＶＭＳＴＴＥＦＩＮＤのステップの好ま
しいシーケンスを図示する。

【図１６】ＶＭＳＴＴＥＬＯＡＤのステップの好ま
しいシーケンスを図示する。

【図１７】ＶＭＳＴＴＥＣＬＥＡＲのステップの好
ましいシーケンスを図示する。

【図１８】ＶＭＯＢＪＣＲＥＡＴＥＯＶＥＲＬＡ
Ｙのステップの好ましいシーケンスを図示する。

【図１９】ＶＭＦＡＵＬＴＳＴＴＥＭＩＳＳのス
テップの好ましいシーケンスを図示する。

【図２０】ＶＭＰＡＧＥＩＮのステップの好ましい
シーケンスを図示する。

【符号の説明】１０プロセッシング装置１２セグメント１８セル１９ディスク駆動装置２０バス２２セル接続部２８ルート指定セル要素３２相互接続部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】Ａ．データを記憶するための記憶手段と、Ｂ．第１プロセスを実行しかつこれに関係して前記デー
タへの少くとも一つのマップアクセス要求を発生する第
１プロセス手段と、Ｃ．それぞれが連続プロセス期間を画定する一つまたは
それ以上の新規プロセス型信号を発生するための分岐／
チェックポイント合図手段にして、第１の新規プロセス
型信号前の期間は第１期間と呼ばれる当該分岐／チェッ
クポイント合図手段と、Ｄ．当該第１期間中、前記第１プロセスにより発生され
る一データへのアクセス要求に応答し、前記記憶手段に
記憶されたデータの第１のセットに記憶された一要求デ
ータへのアクセスを提供する手段にして、当該第１セッ
トは第１プロセスの前記第１期間と関連付けられるとし
て参照されつつあるところの前記アクセス提供手段と、Ｅ．前記第１プロセス手段に結合され、一データへの書
込み型アクセスのため前記第１期間に引き続く現在期間
中、前記プロセスによる初要求に少くとも応答し、ｉ）第１プロセスの前期間と関連付けられるセットに記
憶される一要求データにアクセスし、かつ、ｉｉ）前記の一アクセスデータと初め同一である別途の
一データを発生するための第１アドレス空間管理手段と
を具備しており、Ｆ．前記第１アドレス空間管理手段は、前記第１プロセ
スの現在期間と関連付けられる前記記憶手段のセットに
初め同一である前記一データを格納するための手段を具
備し、Ｇ．前記第１アドレス空間管理手段は、一データへの少
なくとも書込み型アクセスについて、前記現在期間中、
第１プロセスによる前記初要求に応答し、並びに、先と
同様の期間中先と同様のプロセスによる先と同様の一デ
ータへの書込み型および読取り型アクセスのいずれにつ
いての引き続く要求に対しても応答し、第１プロセスの
現在期間と関連付けられるセットに格納される初同一の
前記一データにアクセスするか、そうでなければ第１プ
ロセスの前期間と関連付けられるセットに格納される一
要求データにアクセスするための手段を別途に具備する
ディジタルデータプロセッシング装置。
【請求項２】Ａ．少くとも前記第１のアドレス空間管理
手段は、一データへの書込み型アクセスについて前記現
在期間中前記第１プロセスによる初要求に少くとも応答
し、並びに、いずれの一データへの書込み型アクセスお
よび読取り型アクセスのいずれに対する先と同様の期間
中のいずれの引き続く要求に対しても応答して、前記別
途の初同一の一データを発生するために第１書込み後参
照時コピー方式手段を具備し、Ｂ．前記第１アドレス空間管理手段は、一データへの書
込み型アクセスについて、前記現在期間中、前記第１プ
ロセスによる前記初要求に応答し、並びに、先と同様の
期間中、いずれの一データへの書込み型および読取り型
アクセスのいずれについての引き続く要求に対しても応
答し、第１プロセスの現在期間と関連付けられるセット
に格納される初同一の前記一データにアクセスするか、
そうでなければ第１プロセスの前期間と関連付けられる
セットに格納される一要求データにアクセスするための
手段を具備した請求項１の装置。
【請求項３】Ａ．前記記憶手段のそれぞれの前記一デー
タは記憶記述子と関連付けられ、Ｂ．それぞれの前記プロセス手段は、前記アクセス要求
と共に、前記一要求データと関連付けられる文脈アドレ
ス信号を発生する手段を具備し、Ｃ．少くとも前記第１アドレス空間管理手段は、文脈ア
ドレス信号に応答し、関連プロセスの現在期間と関連付
けられるセットに格納される先と同様の一データと関連
付けられる記憶記述子を発生するアドレス変換手段と、Ｄ．前記記憶手段はかかる記憶記述子に応答して、関連
データへのアクセスを提供するための手段を具備する請
求項１の装置。
【請求項４】前記アドレス変換手段は、それぞれが、少
くとも一つの文脈アドレス信号と少くとも一つの記憶記
述子との間の関連性を表わすところの一つまたはそれ以
上の変換表示型信号を含む請求項３の装置。
【請求項５】少くとも前記第１のアドレス空間管理手段
は、Ａ．あるプロセス期間中、関連プロセスの状態を表わす
信号を選択的に格納するための対象物手段にして、当該
状態表示型信号は前記変換表示型信号を含む前記対象物
手段と、Ｂ．前記対象物手段と前記アドレス変換手段との間でか
かる変換表示信号を選択的に転送するための手段とを具
備する請求項４の装置。
【請求項６】少くとも前記第１のアドレス空間管理手段
は、少くとも前記新規プロセス型信号に応答して、前記アド
レス変換手段から前記対象物手段へ向う前記変換表示信
号の記憶を少くとも可能化するための手段を具備する請
求項５の装置。
【請求項７】前記第１のアドレス空間管理手段は、前記新規プロセス型信号に引き続く一データへの書込み
型アクセスついて第１プロセスによる初要求に応答し
て、前記アドレス変換手段から前記対象物手段へ向う前
記変換表示信号を記憶するための手段を具備する請求項
６の装置。
【請求項８】少くとも前記第１のアドレス空間管理手段
は、それぞれが各前期間のアドレス変換手段からの変換表示
型信号を記憶する複数の対象物手段を発生するための手
段を具備する請求項６の装置。
【請求項９】少くとも前記第１のアドレス空間管理手段
は、関連プロセス期間の新しさに基づく順序にて前記対象物
手段をリンクする手段を具備する請求項８の装置。
【請求項１０】少くとも前記第１のアドレス空間管理手
段は、前記新規プロセス型信号に応答して、前記アドレス変換
手段に記憶される前記の一つまたはそれ以上の変換表示
型信号の修正を少くとも可能化し、少くとも一つの文脈
アドレス信号と少くとも一つの別途の記憶記述子との間
の関連性を反映するための再割当て手段にして、前記別
途の記憶記述子は関連プロセスの現在期間と関連付けら
れるセットの一ミッシングデータと初め関連付けられる
前記再割当て手段を具備する請求項５〜９のいずれかに
記載の装置。
【請求項１１】前記再割当て手段は、前記新規プロセス型信号に引き続く一データへの書込み
型アクセスについて第１プロセスによる初要求に応答し
て、前記アドレス変換手段に記憶される前記の一つまた
はそれ以上の変換表示型信号を修正するための手段を具
備する請求項５〜９のいずれかに記載の装置。
【請求項１２】前記記憶手段は一ミッシングデータへの
アクセス要求に応答してそれを指示する一ミッシングデ
ータ型信号を発生する手段を具備する請求項５〜９のい
ずれかに記載の装置。
【請求項１３】少くとも前記第１のアドレス空間管理手
段は、一ミッシングデータ型信号に応答し、関連プロセスの前
期間と関連付けられるセットに記憶される一ミッシング
データにアクセスするための前セット型手段を含む請求
項１２の装置。
【請求項１４】前記前セット型手段は、前記一データが
記憶される関連プロセスの最も最近の前期間と関連付け
られるセットに記憶される一ミッシングデータにアクセ
スするための手段を含む請求項１３の装置。
【請求項１５】前記前セット型手段は、一つまたはそれ
以上の前記対象物手段を探索し、前記一ミッシングデー
タと関連付けられる記憶記述子を識別するための手段を
含む請求項１４の装置。
【請求項１６】少くとも前記第１のアドレス空間管理手
段は、関連プロセスを前プロセス期間と関連付けられる状態へ
復元する再記録手段を含む請求項１５の装置。
【請求項１７】前記再記録手段は、前記対象物手段の選
択された一つから前記アドレス変換手段へ変換表示型信
号を転送するための手段を含む請求項１６の装置。
【請求項１８】Ａ．前記アドレス空間管理手段へ結合さ
れデータの不揮発性記憶のためのディスク手段を具備
し、Ｂ．当該第１アドレス空間管理手段は当該ディスク手段
に前記対象物手段を記憶しそしてこれにアクセスするた
めの手段を具備する請求項５の装置。
【請求項１９】Ａ．選択された他のプロセス関連型情報
を少くとも一時的に前記ディスク手段に記憶させるため
の手段と、Ｂ．選択された対象物手段を少くとも前記他のプロセス
関連型情報よりも長い時間保持させるための手段を備え
た請求項１８の装置。
【請求項２０】Ａ．前記第１のプロセスを最初模写した
第２のプロセスを発生する分岐手段にして、前記分岐／
チェックポイント合図手段に結合されており前記第２の
プロセスの発生との関係で新規プロセス型信号の発生を
開始するための前記分岐手段と、Ｂ．当該第２のプロセスを実行しかつこれとの関係で少
くとも一つの前記一データへのマップアクセス要求を発
生する第２のプロセス手段と、Ｃ．前記第２プロセス手段に結合され、一データへの書
込み型アクセスのため前記第２プロセスの発生に引き続
く現在期間中、前記プロセスによる初要求に少くとも応
答し、ｉ）第２のプロセスに優先的に関連付けられる、少くと
も前期間と関連付けられるセットに記憶される一要求デ
ータにアクセスし、かつ、ｉｉ）前記の一アクセスデータと初め同一である別途の
一データを発生するための第２アドレス空間管理手段と
を具備しており、Ｄ．前記第２アドレス空間管理手段は、前記第２プロセ
スの現在期間と関連付けられる前記記憶手段のセットに
初め同一である前記一データを格納するための手段を具
備し、Ｅ．前記第２アドレス空間管理手段は、一データへの少
なくとも書込み型アクセスについて、前記現在期間中、
第２プロセスによる前記初要求に応答し、並びに、現在
期間中先と同様のプロセスによる先と同様の一データへ
の書込み型および読取り型アクセスのいずれについての
引き続く要求に対しても応答し、第２プロセスの現在期
間と関連付けられるセットに格納される初同一の前記一
データにアクセスするか、そうでなければ前記第２のプ
ロセスに優先的に関連付けられる、前期間と関連付けら
れるセットに格納される先の一データにアクセスするた
めの手段を別途に具備する請求項１の装置。
【請求項２１】Ａ．指定された事象に応答して新規プロ
セス型信号を発生する自動チェックポイント手段、Ｂ．オペレータ入力に応答して新規プロセス型信号を発
生する手動チェックポイント手段、およびＣ．少くとも選択されたプログラム命令の実行に応答し
て新規プロセス型信号を発生するプログラムチェックポ
イント手段のうちの少くとも一つを具備する請求項１の
装置。
【請求項２２】前記自動チェックポイント手段は時間の
関数として前記一つまたはそれ以上の新規プロセス姿信
号を発生するための手段を具備する請求項２１の装置。
【請求項２３】Ａ．データを記憶するための記憶手段を
提供する段階と、Ｂ．第１プロセスを実行しかつこれに関係して前記デー
タへの少くとも一つのマップアクセス要求を発生する段
階と、Ｃ．それぞれが連続プロセス期間を画定する一つまたは
それ以上の新規プロセス型信号を発生する段階にして、
第１の新規プロセス型信号前の期間は第１期間と呼ばれ
る当該段階と、Ｄ．当該第１期間中、前記第１プロセスにより発生され
る一データへのアクセス要求に応答し、前記記憶手段に
記憶されたデータの第１のセットに記憶された一要求デ
ータへのアクセスを提供する段階にして、当該第１セッ
トは第１プロセスの前記第１機関と関連付けられるもの
として参照されつつある当該段階と、Ｅ．一データへの書込み型アクセスのため前記第１期間
に引き続く現在期間中、前記第１プロセスによる初要求
に少くとも応答し、ｉ）第１プロセスの前期間と関連付けられるセットに記
憶される一要求データにアクセスし、かつ、ｉｉ）前記の一アクセスデータと初め同一である別途の
一データを発生する段階と、Ｆ．前記第１プロセスの現在期間と関連付けられる前記
記憶手段のセットに初め同一である前記一データを格納
する段階と、Ｇ．一データへの少なくとも書込み型アクセスについ
て、前記現在期間中、第１プロセスによる前記初要求に
応答し、並びに、先と同様の期間中先と同様のプロセス
による先と同様の一データへの書込み型および読取り型
アクセスのいずれについての引き続く要求に対しても応
答し、第１プロセスの現在期間と関連付けられるセット
に格納される初同一の前記一データにアクセスするか、
そうでなければ第１プロセスの前期間と関連付けられる
セットに格納される一要求データにアクセスする段階と
から構成されるディジタルデータプロセッシング装置の
動作方法。
【請求項２４】Ａ．一データへの書込み型アクセスにつ
いて前記現在期間中前記第１プロセスによる初要求に少
くとも応答し、並びに、いずれの一データへの書込み型
アクセスおよび読取り型アクセスのいずれに対する先と
同様の期間中のいずれの引き続く要求に対しても応答し
て、前記別途の初同一の一データを発生する段階と、Ｂ．一データへの書込み型アクセスについて、前記現在
期間中、前記第１プロセスによる前記初要求に応答し、
並びに、先と同様の期間中、いずれの一データへの書込
み型および読取り型アクセスのいずれについての引き続
く前記要求に対しても応答し、第１プロセスの現在期間
と関連付けられるセットに格納される初同一の前記一デ
ータにアクセスするか、そうでなければ第１プロセスの
前期間と関連付けられるセットに格納される一要求デー
タにアクセスする段階とを具備した請求項２３の方法。
【請求項２５】Ａ．前記記憶手段のそれぞれの前記一デ
ータは記憶記述子と関連付けられ、Ｂ．それぞれの前記プロセスは、前記アクセス要求と共
に、前記一要求データと関連付けられる文脈アドレス信
号を発生し、Ｃ．文脈アドレス信号に応答し、関連プロセスの現在期
間と関連付けられるセットに格納される先と同様の一デ
ータと関連付けられる記憶記述子を発生し、Ｄ．かかる記憶記述子に応答して、関連データへのアク
セスを提供する諸段階を具備する請求項２３の方法。
【請求項２６】それぞれが、少くとも一つの文脈アドレ
ス信号と少くとも一つの記憶記述子との間の関連性を表
わすところの一つまたはそれ以上の変換表示型信号を提
供する段階を具備する請求項２５の方法。
【請求項２７】Ａ．あるプロセス期間中、関連プロセス
の状態を表わす信号を選択的に格納する段階にして、当
該状態表示型信号は前記変換表示型信号を含む前記段階
と、Ｂ．前記対象物手段と前記アドレス変換手段との間でか
かる変換表示信号を選択的に転送する段階を具備する請
求項２６の方法。
【請求項２８】少くとも前記新規プロセス型信号に応答
して、前記アドレス変換手段から前記対象物手段へ向う
前記変換表示信号の記憶を少くとも可能化する段階を具
備する請求項２７の方法。
【請求項２９】前記新規プロセス型信号に引き続く一デ
ータへの書込み型アクセスついて第１プロセスによる初
要求に応答して、前記アドレス変換手段から前記対象物
手段へ向う前記変換表示信号を記憶するための段階を具
備する請求項２８の方法。
【請求項３０】それぞれが各前期間のアドレス変換手段
からの変換表示型信号を記憶する複数の対象物手段を発
生する段階を具備する請求項２８の方法。
【請求項３１】関連プロセス期間の新しさに基づく順序
にて前記対象物手段をリンクする段階を具備する請求項
３０の方法。
【請求項３２】前記新規プロセス型信号に応答して、前
記アドレス変換手段に記憶される前記の一つまたはそれ
以上の変換表示型信号の修正を少くとも可能化し、少く
とも一つの文脈アドレス信号と少くとも一つの別途の記
憶記述子との間の関連性を反映するための段階にして、
前記別途の記憶記述子は関連プロセスの現在期間と関連
付けられるセットの一ミッシングデータと初め関連付け
られる当該段階を具備する請求項２７〜３１のいずれか
に記載の方法。
【請求項３３】前記新規プロセス型信号に引き続く一デ
ータへの書込み型アクセスについて第１プロセスによる
初要求に応答して、前記アドレス変換手段に記憶される
前記の一つまたはそれ以上の変換表示型信号を修正する
段階を具備する請求項２７〜３１のいずれかに記載の方
法。
【請求項３４】一ミッシングデータへのアクセス要求に
応答してそれを指示する一ミッシングデータ型信号を発
生する段階を具備する請求項３２の方法。
【請求項３５】一ミッシングデータ型信号に応答し、関
連プロセスの前期間と関連付けられるセットに記憶され
る一ミッシングデータにアクセスするための段階を具備
する請求項３４の方法。
【請求項３６】前記一データが記憶される関連プロセス
の最も最近の前期間と関連付けられるセットに記憶され
る一ミッシングデータにアクセスするための段階を具備
する請求項３５の方法。
【請求項３７】一つまたはそれ以上の前記対象物手段を
探索し、前記一ミッシングデータと関連付けられる記憶
記述子を識別するための段階を具備する請求項３６の方
法。
【請求項３８】関連プロセスを前プロセス期間と関連付
けられる状態へ復元する段階を具備する請求項３７の方
法。
【請求項３９】前記対象物手段の選択された一つから前
記アドレス変換手段へ変換表示型信号を転送するための
段階を具備する請求項３８の方法。
【請求項４０】Ａ．データの不揮発性記憶のためディス
ク手段を提供する段階と、Ｂ．当該ディスク手段に前記対象物手段を記憶しそして
これにアクセスする段階とを具備する請求項２７の方
法。
【請求項４１】Ａ．少くとも選択された他のプロセス関
連型情報を一時的に前記ディスク手段に記憶させる段階
と、Ｂ．少くとも選択された対象物手段を前記他のプロセス
関連型情報よりも長い時間保持させるための段階を具備
する請求項４０の方法。
【請求項４２】Ａ．前記第１のプロセスを最初模写した
第２のプロセスを発生し、当該第２のプロセスの発生と
の関係で新規プロセス型信号の発生を開始する段階と、Ｂ．当該第２のプロセスを実行しかつこれとの関係で少
くとも一つの前記一データへのマップアクセス要求を発
生する段階と、Ｃ．一データへの書込み型アクセスのため前記第２プロ
セスの発生に引き続く現在期間中、前記第２のプロセス
による初要求に少くとも応答し、ｉ）第２のプロセスに優先的に関連付けられる、少くと
も前期間と関連付けられるセットに記憶される一要求デ
ータにアクセスし、かつ、ｉｉ）前記の一アクセスデータと初め同一である別途の
一データを発生する段階と、Ｄ．前記第２プロセスの現在期間と関連付けられる前記
記憶手段のセットに初め同一である前記一データを格納
する段階と、Ｅ．一データへの少なくとも書込み型アクセスについ
て、前記現在期間中、第２プロセスによる前記初要求に
応答し、並びに、現在期間中先と同様のプロセスによる
先と同様の一データへの書込み型および読取り型アクセ
スのいずれについての引き続く要求に対しても応答し、
第２プロセスの現在期間と関連付けられるセットに格納
される初同一の前記一データにアクセスするか、そうで
なければ、前記第２のプロセスに優先的に関連付けられ
る、前期間と関連付けられるセットに格納される先の一
データにアクセスするための段階を具備する請求項４０
の方法。
【請求項４３】Ａ．指定された事象に応答して新規プロ
セス型信号を発生する動作、Ｂ．オペレータ入力に応答して新規プロセス型信号を発
生する動作、およびＣ．少くとも選択されたプログラム動作命令の実行に応
答して新規プロセス型信号を発生する動作のうちの少く
とも一つを実行する段階を具備する請求項２３の方法。
【請求項４４】前記一つまたはそれ以上の新規プロセス
型信号を時間の関数として発生する段階を具備する請求
項２３の方法。