JPH0567972B2

JPH0567972B2 -

Info

Publication number: JPH0567972B2
Application number: JP58212203A
Authority: JP
Inventors: Hiroshi Ikegaya; Hidenori Umeno; Osamu Onodera; Takashige Kubo
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1983-11-11
Filing date: 1983-11-11
Publication date: 1993-09-28
Also published as: JPS60105052A

Description

【発明の詳細な説明】〔発明の利用分野〕本発明は、仮想計算機システムに関し、特に、
特権命令シミユレーシヨンのオーバヘツドを削減
することができる仮想計算機システムに関するも
のである。

〔発明の背景〕

近年、デイジタル計算機の応用分野が拡大する
に伴つて、実主記憶装置の容量の制約を低減した
アドレス方式（仮想記憶方式）が使用され、さら
にこの方式を用いて１つの実計算機を多数のオペ
レーテイング・システム（以下OS）が同時に使
用できる方式（仮想計算機システム）が用いられ
ている。

仮想計算機システムは、１台の実計算機の資源
（処理装置、実記憶装置、チヤネルおよび入出力
装置等）のもとで、あたかも複数の計算機が存在
するかの如く制御する計算機システムである。仮
想計算機システム（以下VMS）では、主メモリ
や入出力装置は勿論、処理装置を含むすべての資
源をOS間で共用することができるように、多数
のOSが１つの実計算機上で見掛け上、同時に走
行できるようにする。このため、実計算機におけ
る２つの動作モード、つまり特権モードと非特権
モードの動作形態を利用する。すなわち、一般的
には、特権モードはOSの動作モードに使用され
ているが、VMSでは、特権モードは特殊な制御
プログラム（これを仮想計算機制御プログラム
（以下VMCP）という）の動作モードとし、OS
を非特権モードで動作させるのである。複数の仮
想計算機（以下VM）は、実計算機と機能的に等
価となるようにVMCPによりシミユレーシヨン
される。

第１図は、通常のVMSの概念図である。実計
算機１は、特権または非特権モードの処理要求
（マシン命令）を扱うことができる実計算機イン
タフエースをVMCP４に対し与えると、VMCP
４はこれを利用して動作し、各VM３１，３２の
OS３１１やOS３２１の動作を可能にするため、
別の実計算機インタフエースをこれらに与える。

第１図では、２つのVMしか示されていない
が、多数のVMが存在しても同じであつて、OS
３１１，３２１は、VM３１，３２が与える実計
算機インタフエースを用いて動作することにな
り、あたかも実計算機１上で動作しているように
見える。また、OS３１１，３２１は、ユーザ・
プログラム５１１，５２１，５３１，５４１に対
して拡張マシン・インタフエースを与える。ここ
で、拡張マシン５１，５２，５３，５４とは、ユ
ーザ・プログラムからのあるまとまつた機能処理
の要求（スーパバイザ・コール）に対する処理
を、OSごとにそのOS内で実行する機能、および
非特権モードのマシン命令等である。

このように、VMCP４とVM３１，３２との関
係は、一般のOSにおける制御プログラムと処理
プログラムとの関係に類似する。すなわち、制御
プログラムに相当するものがVMCP４であり、
処理プログラムに相当するものがVM３１，３２
である。VMCP４が生成したVM３１，３２は、
非特権モードで実行するため、VM３１，３２上
での特権命令は特権命令例外としてVMCP４に
報告され、VMCP４がシミユレーシヨンを行う
ことにより実行される。

第２図は、従来のVMの特権命令シミユレーシ
ヨンの概念図である。

第２図において、１は実計算機のハードウエア
であつて、演算機能とVMA（フアームウエア・
アシスト）とを含む。２は実記憶装置のVMCP
であつて、割り込み処理プログラム２１と特権命
令シユミレーシヨン・プログラム２２とVMの起
動処理プログラム２３が格納されている。３１，
３２，３３は、それぞれ仮想記憶装置のVMであ
つて、非特権モードで動作する。

次に、VMCPによる特権命令シミユレーシヨ
ンのうち、PSW（Program Status Word）を制
御する特権命令のシミユレーシヨン処理の概略に
ついて述べる。

一般的には、PSWは非同期割込み（入出力割
込み、外部割込み等）を制御する割込みマスクが
設けられており、これらの入出力装置、外部装置
等のリソースは各VMにより共有されている。そ
して、あるVM（第２図ではVM１）に対する非
同期割込みが発生し、そのVMがその割込みに対
して割込み不可能である場合は、VMCP側で保
留する。すなわち、VMCP側では、割込み要因
を記憶する処理を行い、そのVMに対する実際の
割込みの反映は、対応するVMに制御が渡り、
VMのPSWの割込みマスクが割込み可能となつ
たときに行うようにしている。そのため、
VMCPは該当するVMに対する割込みの保留（ペ
ンデイング）状態を記憶する手段を用意する必要
がある。

第２図の矢印で示すように、あるVMから特権
命令が発行された場合の処理は、実計算機１の演
算機能からVMCPで特権命令のシミユレーシヨ
ンを行う方法と、演算機能からフアームウエア・
アシスト（VMA）機構により特権命令のシミユ
レーシヨンを行う方法の２つがある。先ず、
VMCPにおけるシミユレーシヨンについて述べ
る。

第３図は、従来におけるPSWを制御する特権
命令のシミユレーシヨン方式のフローチヤートで
ある。

ここで、シミユレーシヨンとは、VMの特権命
令の動作（例えばPSW変更動作）を、実計算機
のプログラムによつて解釈実行する方法であつ
て、VMの命令を取り出し、そのアドレスを実計
算機のアドレス、まじ実アドレスに変換する。ま
た、命令の操作コードを処理して、VMの操作コ
ードに対する動作を実行するようにプログラムさ
れたルーチンのアドレスを求める。このルーチン
の実行により、先に取り出した命令の操作が行わ
れ、終了すれば次の命令を取り出す。

第３図において、シミユレーシヨンが開始され
ると、先ずVMCPは特権命令をVMのPSWに対
してシミユレーシヨンする（ステツプ301）。特権
命令シミユレーシヨンの結果、PSWの割込みマ
スク“１”となつた場合には（割込み可能となつ
たとき）、そのVMに対する非同期割込みがベン
テイングになつているか否かを調べる（ステツプ
302，303）。ステツプ303で、VMへの非同期割込
みがベンテイングになつているときには、その割
込み要因を処理する（ステツプ304）。また、ステ
ツプ302でPSWの割込みマスクが“０”である
か、ステツプ303で非同期割込みがベンテイング
でなければ、その特権命令シミユレーシヨンの結
果、PSWが待ち状態となつた否を調べる（ステ
ツプ305）。ステツプ305でPSWが待ち状態のと
き、あるいはステツプ304で割込み処理が終了し
た後、VMのスケジユールと起動処理を行う（ス
テツプ306）。これにより、シミユレーシヨン方式
の動作は終了する。

第３図のステツプ302では、割込みマスクを調
べているが、これはPSW内の割込みマスクであ
る。通常の計算機システムには、割込みに対する
マスクとして、PSW内の割込みマスクとは別個
に、サブマスクが存在する。このサブマスクが
“０”のときに割込みが発生した場合には、PSW
の割込みマスクが“１”であつても割込みがペン
デイングとなり、サブマスクが“１”になつたと
きに、始めてそのペンデイング割込みを反映する
必要がある。VMSの場合、サブマスクが“１”
となつたときには、VMCPに処理を委ねている。

次に、第２図のVMA機構について述べる。

第２図のVMSにおいて、特権命令シミユレー
シヨンを実記憶装置２のVMCPによつて処理す
る場合には、実計算機下のOSで実行した場合と
比較して、かなりの性能低下が生じる。すなわ
ち、シミユレーシヨンは完全にソフトウエアのみ
でプログラムの処理を行う方法であるため、融通
性が高い等の利点はあるが、実行速度が非常に遅
くなるのが実用上の最大の難点である。

そこで、従来より、VM上の特権命令の実行を
支援するフアームウエア・アシスト（VMA）が
用いられている。このVMAは、VMCPのシミユ
レーシヨンを代行するものであるが、VMCPの
割込み処理および起動処理を省略することができ
るので、高速化を図ることができる。

しかし、このVMA処理は、第３図フローのう
ち、ステツプ302，303，および305の処理を行い、
条件が成立した場合およびVMA処理の中で
VMAでは処理が不可能な場合にはVMCPに処理
を委ねている。したがつて、条件成立のときに
は、やはり処理が遅くなる。

また、このVMAは、VMA用制御ブロツクに
対して、単純な処理だけを選び出し、VMCPの
処理を代行するものであるため、基本的にはシミ
ユレーシヨンと変わりはない。したがつて、実計
算機での処理に比較すると、１つの特権命令当り
２，３倍の実行時間を要する。

そこで、さらにVMに実計算機のPSWを占有
させる方法を採用し、直接実行モードを設けるこ
とにより、VMのOSと同じ特権モードでVM上
の特権命令を直接実行させ、つまりVMCPおよ
びVMAを介入させることなく実行させ、実計算
機に比較して殆んど同等の性能を与えることが考
えられる。

しかし、この直接実行方式では、第３図のフロ
ーのうちのステツプ302，303および305の条件が
成立した場合、割込み保留、解除処理およびVM
起動処理をVMCPで行う必要がある。

第４図は、VM上の特権命令を直接実行する方
式のVMSのブロツク図である。

第４図においては、第２図と同じように、実計
算機１の中に実計算機用マイクロプログラム１２
とVMAマイクロプログラム１３を設けるととも
に、判定用マイクロプログラム１１を新しく設け
る。

VM３上で特権命令が発行されると、その特権
命令を直接実行する前に、判定用マイクロプログ
ラム１１で第３図のフローのうちのステツプ302，
303および305の判定処理を行い、条件が成立した
ときには、直接実行は行わずに、VMCPに制御
を委ねる。VMCPでは、前述と同じようにして、
割込み保留、解除処理およびVM起動処理を行つ
て、VM３に対し制御を渡す。一方、判定処理で
条件が不成立のときには、実計算機用マイクロプ
ログラム１２により前述のVMに実計算機の
PSWを占有させる方法を用いて特権命令を直接
実行した後、制御をVM３に渡す。

この方法によれば、直接実行の場合には、
VMCPおよびVMAの介入は不要となるが、直接
実行が可能か否かの判定処理が常に必要となり、
それをマイクロプログラムで行つてもなお、実計
算機に対するオーバヘツドとなるため、直接実行
の効果が低下する。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、このような問題を解決するた
め、上記マイクロプログラムによる判定処理を不
要にし、かつPSWを制御する特権命令を直接実
行することにより、VMCPのシミユレーシヨ
ン・オーバヘツドを削減して、VMSの性能を向
上させるこが可能な仮想計算機システムを提供す
ることにある。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するため、本発明の仮想計算機
システムは、仮想計算機モードで動作させるとき
には、実計算機の動作状態を示すPSWレジスタ
を該仮想計算機に占有させるとともに、該PSW
レジスタの内容の中に割込み可能であることを示
すフラグと、上記オペレーテイング・システムに
対する割込み保留要因の有無を示すペンデイン
グ・レジスタと、仮想計算機の起動時に上記管理
プログラムにより上記オペレーテイング・システ
ムに対する割込みがペンデイングになつていると
き、上記ペンデイング・レジスタに割込み保留要
因有をセツトする手段と、PSWレジスタの上記
フラグが割込み可能を示し、かつ上記ペンデイン
グ・レジスタが割込み保留要因有を示すとき、管
理プログラムに割込みを行う手段とを有すること
に特徴がある。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の実施例を、図面により説明す
る。

第５図は、本発明の一実施例を示すVMSのブ
ロツク図である。

第５図の実計算機１では、第４図の場合と同じ
ように、直接実行を行う実計算機用マイクロプロ
グラム１２と、VMAマイクロプログラム１３と
を設け、かつ第４図の判定用マイクロプログラム
１１のかわりに判定用ハードウエア１４を設ける
が、これは実計算機用マイクロプログラム１２の
後段に配置する。また、上記両マイクロプログラ
ム１２，１３の前段に、直接実行モードか否かを
判断するマイクロプログラム命令１０を配置す
る。

VM３から特権命令が発行されたとき、実計算
機１は、命令１０により直接実行モードであるか
否かが判定され、直接実行モードの場合には、実
計算機用マイクロプログラム１２により前述の
VMに実計算機のPSWを占有させる方法で特権
命令を直接実行する。それ以外の場合には、
VMAマイクロプログラム１３により処理が行わ
れる。

ただ、このVMA処理においても、第３図のフ
ローにおけるステツプ302，303および305の処理
で条件が成立した場合およびVMAでは処理が不
可能な場合には、VMCPに処理を委ねる必要が
ある。それ以外の場合でははVMAマイクロプロ
グラム１３で処理された際に直ちにVM３に制御
が渡される。

一方、実計算機用マイクロプログラム１２で処
理された場合には、判定用ハードウエア１４によ
りVMCPに割込む必要があるか否かが判定され
る。そして、ここでは、第３図のフローのうちの
ステツプ302，303および305の判定処理をハード
ウエアで高速に行い、条件が成立した場合には
VMCPに割込み、条件が不成立の場合には直ち
にVM３に制御を渡す。

以上の処理のうち、直接実行モードであるか否
かの判定は、マイクロプログラムにより僅かな時
間しかかからず、性能には殆んど影響を及ぼさな
い。また、判定用ハードウエア１４の判定処理
は、前述のように高速に行われるので、これも僅
かな時間しか要しない。したがつて、第５図の
VM特権命令の処理は、第４図に比較してきわめ
て高速にできる。

また、判定ハードウエア１４から主記憶装置２
のVMCPへの割込みは、先ず割込み処理用マイ
クロプログラムにプレイクインし、ハードウエア
またはマイクロプログラムによりVMCPに割込
む。VMCPは、主記憶装置２にVMCP固有の割
込み情報格納領域（すなわち、プレフイクス・エ
リア）を保持しているので、上記ハードウエアま
たはマイクロプログラムはこの領域を選択するよ
うにアドレス指定を行う。

第６図は、第５図における判定用ハードウエア
の構成図である。

判定用ハードウエア１４は、第６図に示すよう
に、プログラム状態語（（PSWレジスタ）１０
１、Ｉ／Ｏ割込みペンデイング・レジスタ
（IOPNDR）１０２、外部割込みペンデイング・
レジスタ（EXPNDR）１０３、AND回路１０
４，１０５，１０７およびOR回路１０６から構
成されている。

PSWレジスタ１０１では、Ｉ／Ｏマスク、
EXTマスクが“１”のとき、それぞれＩ／Ｏ割
込み、外部割込みが可能であることを示す。すな
わち、これらのＩ／Ｏマスク、EXTマスクを参
照することにより、第３図のフローのテツプ302
の判断処理が可能となる。また、PSWレジスタ
１０１のＷが“１”のときPSWが待ち状態であ
ることを示す。すなわち、このＷビツトを参照す
ることにより、第３図フローのステツプ305の判
断処理が可能となる。

また、VMCPによりＩ／Ｏ割込みがペンデイ
ングになつており、サブマスクに関しては割込み
可能であるが、PSWのＩ／Ｏマスクが“０”の
ために割込み不可能となつているものが存在する
とき、ペンデイング・レジスタ１０２には“１”
がセツトされる。さらに、VMCPにより外部割
込みがペンデイングになつており、サブマスクに
関しては割込み可能であるが、PSWのEXTマス
クが“０”のため割込み不可能になつているもの
が存在するとき、ペンデイング・レジスタ１０３
には“１”がセツトされる。これらのペンデイン
グ・レジスタ１０２，１０３には、VMの起動
時、VMCPが専用のVM起動命令を発行したとき
に、その命令のハードウエアによる処理で、その
VMの制御ブロツク内のペンデイング・エリアか
らロードされる。そして、これら両ペンデイン
グ・レジスタ１０２，１０３参照することによ
り、第３図のフローのステツプ303の判断処理が
可能となる。

先ず。PSWレジスタ１０１Ｉ／Ｏマスクとペ
ンデイング・レジスタ１０２は、AND回路１０
４の入力となる。両者が“１”のとき、つまり
Ｉ／Ｏ割込みが可能で、Ｉ／Ｏ割込みがペンデイ
ングとなつている場合、AND回路１０４から
“１”が出力される。同じようにして、PSWレジ
スタ１０１のEXTマスクとペンデイング・レジ
スタ１０３は、AND回路１０５の入力となり、
両者が“１”のとき、つまり外部割込みが可能
で、外部割込みがペンデイングとなつている場
合、AND回路１０５から“１”が出力される。
AND回路１０４の出力とAND回路１０５の出力
のいずれかが“１”のとき、あるいは、PSWレ
ジスタ１のＷフイールド内容が“１”のとき、
OR回路１０６から“１”が出力される。そし
て、OR回路１０６の出力が“１”で、PSW変更
要求が発行された場合に、AND回路１０７から
“１”が出力される。AND回路１０７の出力が
“１”のとき、割込み処理用マイクロプログラム
にブレイクインする。このとき、ハードウエアま
たはマイクロプログラムにより割込み情報格納領
域（プレフイツクス・エリア）が決定される。こ
のの場合、VMCP固有のプレフイツクス・エリ
アが保持されているので、そのプレフイツクスを
選択することにより、VMCPに割込む。

このように、本実施例では、特権命令を直接実
行後、もし必要ならばハードウエアにより
VMCPに制御を渡すので、直接実行前のマイク
ロプログラムによる判定処理を省略することがで
き、高速処理が可能となる。

これによつて、特権命令の直接実行の効果がさ
らに上がり、実計算機による特権命令の実行と比
較して、殆んど同等の性能にすることができる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、PSW
を制御する特権命令を直接実行し、VMCPへの
割込み判定をハードウエアで行うので、VMCP
のシミユレーシヨン・オーバヘツドを大に削減す
ることができ、VMSの性能を向上させることが
可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は通常の仮想計算機システムの概念図、
第２図は従来の仮想計算機の特権命令シミユレー
シヨンの概念図、第３図は従来におけるPSW制
御用特権命令のシミユレーシヨン方式のフローチ
ヤート、第４図は仮想計算機上の特権命令を直接
実行するシステムのブロツク図、第５図は本発明
の一実施例を示す仮想計算機システムのブロツク
図、第６図は第５図における判定用ハードウエア
の構成図である。１：実計算機、２：主記憶装置、３：仮想計算
機、１０：直接実行かの否か判断マイクロプログ
ラム、１２：実計算機用マイクロプログラム、１
３：VMAマイクロプログラム、１４：判定用ハ
ードウエア、２１：割込み処理プログラム、２
２：特権命令シミユレーシヨン用プログラム、２
３：VMの起動処理用プログラム、１０１：
PSWレジスタ、１０２，１０３：ペンデイン
グ・レジスタ、１０４，１０５，１０７：AND
回路、１０６：OR回路。

Claims

【特許請求の範囲】１複数のオペレーテイング・システムを１つの
実計算機上で同時に動作させる管理プログラムを
備えた仮想計算機システムにおいて、仮想計算機
モードで動作させるときには、実計算機の動作状
態を示すPSWレジスタを該仮想計算機に占有さ
せるとともに、該PSWレジスタの内容の中に割
込み可能であることを示すフラグと、上記オペレ
ーテイング・システムに対する割込み保留要因の
有無を示すペンテイング・レジスタと、仮想計算
機の起動時に上記管理プログラムにより上記オペ
レーテイング・システムに対する割込みがペンデ
イングになつているとき、上記ペンデイング・レ
ジスタに割込み保留要因有をセツトする手段と、
PSWレジスタの上記フラグが割込み可能を示し、
かつ上記ペンデイング・レジスタが割込み保留要
因有を示すとき、上記管理プログラムに割込みを
行う手段とを有することを特徴とする仮想計算機
システム。２前記管理プログラムに割込みを行う手段は、
オペレーテイング・システムがPSWの内容を待
ち状態とした場合には、無条件で割込みを行うこ
とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の仮想
計算機システム。