JPH06332803A - 仮想計算機システムにおけるｔｌｂ制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 仮想計算機システムで、アドレス変換モード
と非アドレス変換モードを有するＯＳを走行可能とし、
両モードに対しプロテクション適用可能とする。 【構成】 走行中のＯＳがＴＬＢエントリ生成を指示す
る命令を発行したとき、仮想計算機モニタにより該命令
をシュミレーションしてホスト主記憶領域のモニタ領域
にゲストＴＬＢテーブル１４２を生成し、次いで同領域
に該テーブルに基づき、ＯＳの常駐領域のアドレスに対
する第１ホストＴＬＢテーブル１４４と、第２ホストＴ
ＬＢテーブル１４６を生成し、ＯＳ走行のとき、ＣＰＵ
のＴＬＢに、ＯＳがアドレス変換モードなら第２ホスト
ＴＬＢテーブルを、ＯＳが非アドレス変換モードなら第
１ホストＴＬＢテーブルを設定してＯＳを走行させ、割
り込みが発生し、ホストＰビットによるときはＯＳを走
行禁止状態にし、ゲストＰビットによるならＯＳにプロ
テクション割り込みをシミュレーションする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、仮想計算機システムに
関し、特に、アドレス変換バッファ（ＴＬＢ）を用いて
効率良く仮想計算機を制御するのに好適な仮想計算機シ
ステムにおけるＴＬＢ制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】仮想計算機システム（ＶＭＳ：Ｖｉｒｔ
ｕａｌ Ｍａｃｈｉｎｅ Ｓｙｓｔｅｍ）は、特開昭５
７−２１２６８０号公報に記載のように、１台の計算機
上に論理的な計算機である仮想計算機（ＶＭ：Ｖｉｒｔ
ｕａｌ Ｍａｃｈｉｎｅ）を複数台生成し、これら各仮
想計算機（以下、ゲストとも呼ぶ）において、対応する
１つのオペレーティング・システム（ＯＳ：Ｏｐｅｒａ
ｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍ）の走行を可能とする。このよ
うに、仮想計算機システムでは、１台の計算機上で、複
数のＯＳの並列運転が可能である。このため、仮想計算
機システムは、使用目的の異なる複数のＯＳを１台の計
算機上で並列に運用したり、旧ＯＳから新ＯＳへのＯＳ
移行時に新旧２つのＯＳを１台の計算機上で運用した
り、ＯＳのテストを並列に１台の計算機上で行なうため
のツールとして主に利用されている。この仮想計算機シ
ステムにおいて、各々のゲストに計算機資源を割り当て
たり、ゲストのスケジューリングおよび起動を行なった
り、ＯＳが発行した命令のうち実計算機（以下、ホスト
とも呼ぶ）では直接実行できない命令のシミュレーショ
ン処理等を行なうのが仮想計算機モニタ（ＶＭＭ：Ｖｉ
ｒｔｕａｌ Ｍａｃｈｉｎｅ Ｍｏｎｉｔｏｒ）であ
る。

【０００３】仮想計算機システムにおける重要な技術課
題の１つは、ゲストの主記憶領域（以下、ゲスト主記憶
領域と呼ぶ）の実現方法、言い替えれば、ゲスト主記憶
領域のホストの主記憶領域（以下、ホスト主記憶領域と
呼ぶ）へのマッピング方法である。仮想計算機システム
では、ＯＳが非アドレス変換モードのとき、ゲスト主記
憶上の実アドレス（以下、ゲスト実アドレスと呼ぶ）を
ホスト主記憶上の実アドレス（以下、ホスト実アドレス
と呼ぶ）に変換しながらゲスト命令列を実行しなければ
ならない。また、仮想計算機システムでは、ＯＳがアド
レス変換モードのとき、仮想計算機上のＯＳが生成した
仮想空間（以下、ゲスト仮想空間と呼ぶ）をアドレス付
けする仮想アドレス（以下、ゲスト仮想アドレスと呼
ぶ）を、ゲスト実アドレスに変換し、これをさらにホス
ト実アドレスに変換しながらゲスト命令列を実行しなけ
ればならない。

【０００４】このアドレス変換を高速化するため、前記
特開昭５７−２１２６８０号公報に記載の仮想計算機シ
ステムでは、仮想アドレスを実アドレスに変換するため
のアドレス変換バッファ（ＴＬＢ：Ｔｒａｎｓｌａｔｉ
ｏｎ ＬｏｏｋａｓｉｄｅＢｕｆｆｅｒ）の各エントリ
に、このエントリのアドレス変換結果であるホスト実ア
ドレスが、ゲスト実アドレスをアドレス変換した結果で
あるのかゲスト仮想アドレスをアドレス変換した結果で
あるかを示す実／仮想フィールドを含む。これによっ
て、前記実／仮想フィールドがゲスト実アドレスを示す
とき、このエントリを用いて、ゲスト実アドレスをホス
ト実アドレスに変換可能となる。通常このモードではＯ
Ｓのカーネル部分が動作する。また、前記実／仮想フィ
ールドがゲスト仮想アドレスを示すとき、このエントリ
を用いて、ゲスト仮想アドレスをホスト実アドレスに直
接変換可能となる。

【０００５】仮想計算機システムは、現在、汎用大型計
算機の分野において、広く使用されている。しかしなが
ら、マイクロプロセッサの性能向上により、ワークステ
ーションにおいても用途に応じた複数のＯＳを走行させ
る要求がおこり、ワークステーション上の仮想計算機シ
ステムが必要となりつつある。このマイクロプロセッサ
の分野では、近年、縮小命令セットコンピュータ（ＲＩ
ＳＣ：Ｒｅｄｕｃｅｄ Ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ Ｓｅ
ｔ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ）のアーキテクチャの採用が盛ん
である。例えば、ヒューレット・パッカード・ジャーナ
ル１９８７年３月号（ＨＥＷＬＥＴＴ−ＰＡＣＫＡＲＤ
ＪＯＵＲＮＡＬ， ＭＡＲＣＨ １９８７）の４ペー
ジから２０ページに記載のＲＩＳＣマシンは、ＴＬＢに
関して次の２つの特徴を持つ。

【０００６】（１）仮想アドレスから実アドレスへのア
ドレス変換は、１命令の実行時間を短縮するために、Ｔ
ＬＢのみによって行なう。即ち、アドレス変換に主記憶
装置上のアドレス変換テーブルは、使用しない。このた
め、命令あるいはオペランドを指定する仮想アドレスが
ＴＬＢに登録されていないとき、ＴＬＢミス割込みが発
生する。この割込みを契機として、ＯＳは、仮想アドレ
スと実アドレスの対をＴＬＢに登録した後、ＴＬＢミス
を起こした命令を再実行する。このように、前記ＲＩＳ
Ｃマシンでは、どのようなアドレス変換情報をＴＬＢエ
ントリに保持するかを、ＯＳが管理し、決定する。 （２）仮想空間上の領域に対するプロテクション機構
を、ＴＬＢ内に持つ。即ち、命令フェッチや領域アクセ
スに対するプロテクションを、ＴＬＢの各エントリに指
定できる。ＯＳは、ユーザプログラムが特定の領域の命
令をフェッチしたり、特定の領域にアクセスしたとき、
このプロテクション機構による割込みを契機として、ユ
ーザプログラムの実行を停止することができる。そし
て、このユーザプログラム停止時のメモリの内容等を解
析することにより、ユーザプログラムのデバッグ情報を
得ることができる。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】仮想計算機システムに
おけるＴＬＢの制御には、以下の課題がある。 （１）第１の課題は、ＴＬＢへのアドレス変換情報の設
定に関する。前記特開昭５７−２１２６８０号公報の仮
想計算機システムでは、ＴＬＢに実／仮想フィールドを
設けることによって、ゲスト仮想アドレスからホスト実
アドレスへのアドレス変換情報を保持するエントリと、
ゲスト実アドレスからホスト実アドレスへのアドレス変
換情報を保持するエントリとを、ＴＬＢ内に混在させて
いる。従って、ＯＳが非アドレス変換モードで動作する
と、ゲスト実アドレスからホスト実アドレスへのアドレ
ス変換情報を保持するエントリ数が増加し、ゲスト仮想
アドレスからホスト実アドレスへのアドレス変換情報を
保持するエントリがパージされる。しかしながら、前記
ＲＩＳＣマシンでは、ＴＬＢエントリにどのようなアド
レス変換情報を保持するかは、ＯＳが管理し、決定す
る。このため、仮想計算機システムにおいても、仮想計
算機上のＯＳが登録したＴＬＢエントリをハードウェア
が勝手にパージすることはできない。このため、ＴＬＢ
エントリの内容をＯＳが管理する計算機上の仮想計算機
システムにおいて、どのようにすればアドレス変換モー
ドと非アドレス変換モードを有するＯＳが走行可能とな
るか、という課題がある。 （２）第２の課題は、ＯＳのデバッグをプロテクション
機構を利用して行なう方法に関する。前記ＲＩＳＣマシ
ンでは、プロテクション機構はＴＬＢにある。このた
め、ＯＳが実計算機上で動作するとき、アドレス変換モ
ードのときしかプロテクション機構を利用できない。即
ち、非アドレス変換モードで動作するＯＳのカーネル部
分に対して、プロテクション機構を適用できない。しか
しながら、仮想計算機システムを利用したＯＳのデバッ
グ時には、ＯＳがアドレス変換モードであるか非アドレ
ス変換モードであるかに関わらず、プロテクション機構
を適用できることが望ましい。

【０００８】本発明の目的は、ＴＬＢを用いて効率良く
ＯＳを制御可能な仮想計算機システムを提供することに
ある。本発明の他の目的は、ＴＬＢエントリの内容をＯ
Ｓが管理する計算機において、アドレス変換モードと非
アドレス変換モードを有するＯＳが走行可能な仮想計算
機システムを提供することにある。本発明のさらに他の
目的は、ＴＬＢにプロテクション機構を有する計算機に
おいて、ゲスト仮想空間およびゲスト主記憶領域に対し
てプロテクション機構を適用可能な仮想計算機システム
を提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、走行中のＯＳがＴＬＢエントリ生成を指示する命令
を発行したとき、仮想計算機モニタにより該命令をシュ
ミレーションしてホスト主記憶領域の仮想計算機モニタ
領域に、ゲストページ仮想アドレスと、ゲスト実アドレ
スと、ゲストプロテクションビット（ゲストＰビット）
を備えるゲストＴＬＢテーブルを生成し、ホスト主記憶
領域の仮想計算機モニタ領域に、ＯＳおよびその管理下
にあるプログラムの常駐領域のゲスト実アドレスと、ホ
スト実アドレスと、ホストＰビットを備える第１ホスト
ＴＬＢテーブルを生成し、ホスト主記憶領域の仮想計算
機モニタ領域に、ゲストＴＬＢテーブルに基づき、ゲス
ト仮想アドレスと、ホスト実アドレスと、ゲストＰビッ
トと、ホストＰビットを備える第２ホストＴＬＢテーブ
ルを生成するようにしている。また、前記ホストＰビッ
トの値をＰビット入力用コマンドを用いて入力するよう
にしている。また、第２ホストＴＬＢテーブルを生成す
るとき、ゲストＴＬＢテーブルのゲスト仮想アドレスに
対応付けたゲスト実アドレスが前記常駐領域外の場合、
前記ゲスト仮想アドレスに不当なホスト実アドレスを対
応付けて前記第２ホストＴＬＢテーブルを生成するよう
にしている。さらに、中央処理装置において走行させよ
うとするＯＳがアドレス変換モードか非アドレス変換モ
ードかを判定し、前記判定結果がアドレス変換モードで
あることに応じて、前記第２ホストＴＬＢテーブルを前
記ＴＬＢに設定し、前記判定結果が非アドレス変換モー
ドであることに応じて、前記第１ホストＴＬＢテーブル
を前記ＴＬＢに設定し、前記中央処理装置にアドレス変
換モードを設定して、前記ＯＳを走行させるようにして
いる。さらに、走行中のＯＳが、非アドレス変換モード
からアドレス変換モードになったことに応じて、前記第
２ホストＴＬＢテーブルを前記ＴＬＢに設定し、走行中
のＯＳが、アドレス変換モードから非アドレス変換モー
ドになったことに応じて、前記第１ホストＴＬＢテーブ
ルを前記ＴＬＢに設定し、前記中央処理装置にアドレス
変換モードを設定して、前記ＯＳを走行させるようにし
ている。さらに、ＯＳの走行が中断し、該中断がプロテ
クション割り込みによるとき、該プロテクション割り込
みがホストＰビットによるものかゲストＰビットによる
ものかを判定し、割り込みがホストＰビットによるもの
であることに応じて、走行していたＯＳを走行禁止状態
にし、割り込みがゲストＰビットによるものであること
に応じて、走行していたＯＳにプロテクション割り込み
をシミュレーションするようにしている。

【００１０】

【作用】以下、本発明の代表的な作用を説明する。仮想
計算機モニタは、ＯＳを起動する前に、このＯＳがアド
レス変換モードか否かを判定する。アドレス変換モード
の場合、このＯＳのゲスト仮想アドレスからホスト実ア
ドレスへのアドレス変換情報をＴＬＢに設定し、中央処
理装置にアドレス変換モードを設定して、このＯＳを起
動する。このアドレス変換情報は、ＯＳがＴＬＢに設定
を要求したゲスト仮想空間からゲスト主記憶領域へのマ
ッピング情報と、仮想計算機モニタが定めたゲスト主記
憶領域のホスト主記憶領域における配置情報とを組み合
わせたものである。この結果、ＯＳが命令あるいはオペ
ランドで指定したゲスト仮想アドレスは、ＴＬＢによっ
て対応するホスト実アドレスに変換されて、ホスト主記
憶領域へのアクセスが行なわれる。一方、非アドレス変
換モードの場合、このＯＳのゲスト実アドレスからホス
ト実アドレスへのアドレス変換情報をＴＬＢに設定し、
中央処理装置にアドレス変換モードを設定して、このＯ
Ｓを起動する。このアドレス変換情報は、仮想計算機モ
ニタが定めたゲスト主記憶領域のホスト主記憶領域にお
ける配置情報そのものである。この結果、ＯＳが命令あ
るいはオペランドで指定したゲスト実アドレスは、ＴＬ
Ｂによって対応するホスト実アドレスに変換されて、ホ
スト主記憶領域へのアクセスが行なわれる。また、ゲス
ト主記憶領域の特定の領域、あるいは、ゲスト仮想空間
の特定の領域に対して、プロテクションを要求するコマ
ンドが入力されたとき、仮想計算機モニタは、このＯＳ
の識別子と、プロテクション対象の領域を記憶してお
く。そして、ＯＳを起動するとき、ＯＳが非アドレス変
換モードであって、このＯＳのゲスト主記憶領域の特定
の領域にプロテクションの要求があるならば、この領域
に対するホスト実アドレスを保持するＴＬＢのエントリ
のプロテクションビット（Ｐ）に１（保護）を設定す
る。同様に、ＯＳがアドレス変換モードであって、この
ＯＳのゲスト仮想空間の特定の領域にプロテクションの
要求があるならば、この領域に対応するＴＬＢのエント
リのプロテクションビット（Ｐ）に１（保護）を設定す
る。そして、中央処理装置にアドレス変換モードを設定
して、ＯＳを起動する。ＯＳ走行中にプロテクション対
象の領域にアクセスした結果、仮想計算機モニタにプロ
テクション割り込みが発生した場合、このＯＳの走行を
中断する。この中断によって、ＯＳが特定の領域にアク
セスしたときの、ＯＳのテーブルの内容等のＯＳのデバ
ッグ情報を、仮想計算機のユーザは知ることができる。
以上のようにして、仮想計算機システムにおいて、ＴＬ
Ｂを用いて効率良くＯＳを制御することができる。ま
た、仮想計算機システムにおいて、アドレス変換モード
と非アドレス変換モードを有するＯＳの走行ができる。
さらに、仮想計算機システムにおいて、ゲスト仮想空間
およびゲスト主記憶領域に対してプロテクション機構の
適用ができる。

【００１１】

【実施例】以下、本発明の実施例を、図を用いて詳細に
説明する。１．計算機構成 図１は、本発明の実施例における計算機構成の概念図で
ある。図１において、中央処理装置２００には、プログ
ラム状態語（ＰＳＷ：Ｐｒｏｇｒａｍ Ｓｔａｔｕｓ
Ｗｏｒｄ）２０５、命令実行回路２１０、割込み実行回
路２１５、および、アドレス変換バッファ（ＴＬＢ）２
２０がある。このＰＳＷ２０５中のアドレス変換モード
ビット（Ｔ）が１、即ち、アドレス変換モードのとき、
ＰＳＷ２０５中のＮＩＡフィールドは次に実行する命令
の仮想アドレスを保持しており、この仮想アドレスはＴ
ＬＢ２２０によって実アドレスに変換される。また、ア
ドレス変換モードビット（Ｔ）が０、即ち、非アドレス
変換モードのとき、ＮＩＡフィールドは次に実行する命
令の実アドレスを保持する。

【００１２】ＴＬＢ２２０の各エントリは、有効ビット
（Ｖ）、プロテクションビット（Ｐ）、ページ仮想アド
レス（ＶＡ）、および、ページ実アドレス（ＲＡ）から
構成される。また、仮想アドレスは、その上位フィール
ドである仮想ページ番号と下位フィールドであるページ
内での変位から構成される。命令実行回路２１０から供
給された仮想アドレスの仮想ページ番号は、ＴＬＢ２２
０の有効ビット（Ｖ）が１（有効）を示し、仮想ページ
番号がページ仮想アドレス（ＶＡ）に一致するエントリ
のページ実アドレス（ＶＡ）に変換される。また、アド
レス変換に使用されたＴＬＢ２２０のエントリ中のプロ
テクションビット（Ｐ）は、プロテクションレジスタ２
２５に格納され、この値が１のとき、割込み実行回路２
１５が起動されて、プロテクション割込みが発生する。
この割込み処理において、割込み実行回路２１５は、ホ
スト主記憶領域１００の特定の領域にＰＳＷ２０５のカ
レントな内容を格納し、ホスト主記憶領域１００の別の
特定の領域の内容をＰＳＷ２０５に格納し、割込みの種
別を示す割込みコードをホスト主記憶領域１００の特定
の領域に格納する。

【００１３】また、ホスト主記憶領域１００の一部に
は、複数の仮想計算機上のＯＳの走行を制御する仮想計
算機モニタ１１０が格納される。本実施例では、仮想計
算機を２台とし、それぞれ仮想計算機ＶＭ−１、仮想計
算機ＶＭ−２とする。仮想計算機モニタ１１０は、仮想
計算機ＶＭ−１のゲスト主記憶領域１２０−１をホスト
主記憶領域１００の０番地から開始される領域に配置
し、仮想計算機ＶＭ−２のゲスト主記憶領域１２０−２
をホスト主記憶領域１００のα番地から開始される領域
に配置している。また、仮想計算機ＶＭ−１上のＯＳ
は、ゲスト主記憶領域１２０−１上にゲスト仮想空間１
３０−１を生成し、仮想計算機ＶＭ−２上のＯＳは、ゲ
スト主記憶領域１２０−２上にゲスト仮想空間１３０−
２を生成している。

【００１４】仮想計算機モニタ１１０には、仮想計算機
ＶＭ−１を制御するための制御テーブル１４０−１およ
び仮想計算機ＶＭ−２を制御するための制御テーブル１
４０−２がある。この制御テーブル１４０−１は、仮想
計算機ＶＭ−１上のＯＳが設定を要求したＴＬＢ２２０
の内容を保持するゲストＴＬＢテーブル１４２−１、ゲ
スト主記憶領域１２０−１のホスト主記憶領域１００に
おける配置情報を保持するホスト第１ＴＬＢテーブル１
４４−１、ゲスト仮想空間１３０−１のホスト主記憶領
域１００における配置情報を保持するホスト第２ＴＬＢ
テーブル１４６−１、および、仮想計算機を起動すると
きの初期状態を保持する状態記述子１４８−１からな
る。制御テーブル１４０−２についても同様である。状
態記述子１４８は、ＯＳを起動するときのＰＳＷ２０５
の初期値や、汎用レジスタの初期値等を保持するテーブ
ルである。状態記述子１４８のＰＳＷフィールドの中の
アドレス変換モードビット（Ｔ）には、このＯＳがアド
レス変換モードか否かの識別情報が格納されている。こ
れは、例えば、ＰＳＷ２０５のアドレス変換モードビッ
ト（Ｔ）を操作するＯＳの命令およびＯＳへの割込みを
仮想計算機モニタ１１０がシミュレーションし、ＯＳが
指定したアドレス変換モードビット（Ｔ）の値を、仮想
計算機モニタ１１０が状態記述子１４８の中に格納する
ことにより実現される。ＴＬＢ関係の各テーブルの設定
方法については、あとで詳しく述べる。

【００１５】本実施例は、仮想計算機モニタ１１０が、
事前に設定されたゲストＴＬＢテーブルに基づき生成さ
れたホスト第１ＴＬＢテーブル１４４およびホスト第２
ＴＬＢテーブル１４６を用いて、起動するＯＳのアドレ
ス変換情報をＴＬＢ２２０に設定する点と、仮想計算機
モニタ１１０がＰＳＷ２０５にアドレス変換モードを常
に設定してＯＳを起動することにより、ゲスト主記憶領
域１２０およびゲスト仮想空間１３０の両方に対して、
ＴＬＢ２２０によるプロテクション機構を有効にする点
とに、特徴がある。

【００１６】２．ＴＬＢ制御命令 図２は、ＴＬＢ２２０を制御するＳＥＴ ＴＬＢ命令、
ＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令、ＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯ
Ｎ命令、および、ＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令の説明図であ
る。走行中のＯＳがこれらの命令を発行すると、中央処
理装置２００は命令の実行を抑止して、仮想計算機モニ
タ１１０に割り出す。仮想計算機モニタ１１０はこれら
の命令の命令シュミレーションを実行する。命令シュミ
レーションについては後述する。 （ａ）ＳＥＴ ＴＬＢ命令 ＳＥＴ ＴＬＢ命令は、命令コードのフィールドと、各
々が汎用レジスタの番号を示すＲ１フィールドとＲ２フ
ィールドからなる。ＳＥＴ ＴＬＢ命令を実行すると、
命令実行回路２１０は、Ｒ１フィールドおよびＲ２フィ
ールドが各々番号を保持する汎用レジスタに格納された
ページ仮想アドレスとページ実アドレスの対を、ＴＬＢ
２２０に登録し、このＴＬＢエントリの有効ビット
（Ｖ）を１に設定する。 （ｂ）ＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令 ＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令は、ＳＥＴ ＴＬＢ
命令と同様に、命令コードのフィールドと、各々が汎用
レジスタの番号を示すＲ１フィールドとＲ２フィールド
からなる。ＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令を実行す
ると、命令実行回路２１０は、Ｒ１フィールドが番号を
保持する汎用レジスタに格納されたページ仮想アドレス
を有するＴＬＢ２２０のエントリのプロテクションビッ
ト（Ｐ）に、Ｒ２フィールドが番号を保持する汎用レジ
スタの第０ビットの値を格納する。 （ｃ）ＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令 ＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令は、ＳＥＴ ＴＬＢ命令と同様
に、命令コードのフィールドと、各々が汎用レジスタの
番号を示すＲ１フィールドとＲ２フィールドからなる。
ＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令を実行すると、命令実行回路２
１０は、Ｒ１フィールドが番号を保持する汎用レジスタ
に格納されたアドレスが示すホスト主記憶領域１００
に、ＴＬＢ２２０の全てのエントリの内容（即ち、有効
ビット（Ｖ）、プロテクションビット（Ｐ）、ページ仮
想アドレス、および、ページ実アドレスの対）を格納す
るとともに、Ｒ２フィールドが番号を保持する汎用レジ
スタに、ホスト主記憶領域１００に格納したＴＬＢ２２
０のエントリ数を格納する。 （ｄ）ＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令 ＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令は、命令コードのフィールドの
みからなる。ＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令を実行すると、命
令実行回路２１０は、ＴＬＢ２２０の全てのエントリの
有効ビット（Ｖ）およびプロテクションビット（Ｐ）に
０を設定し、全てのエントリを無効化する。

【００１７】３．ゲストＴＬＢ制御命令のシミュレーシ
ョン ゲストＯＳが発行したＴＬＢ制御命令は、仮想計算機モ
ニタ１１０が、ゲストＴＬＢテーブル１４２を用いてシ
ミュレーションする。図３に示したように、各ゲストＴ
ＬＢテーブル１４２（すなわち、１４２−１、１４２−
２）は、ＴＬＢ２２０と同様の構成であり、各エントリ
は、ゲストＶビット、ゲストＰビット、ゲストページ仮
想アドレス、および、ゲストページ実アドレスのフィー
ルドからなる。ゲストＯＳが発行したＴＬＢ制御命令の
シミュレーションによって、ゲストＴＬＢテーブル１４
２には、下記に示すように、ゲストＯＳがＴＬＢ２２０
に対して設定を要求したエントリの内容が格納される。
なお、ゲストＴＬＢテーブル１４２のエントリ数は、Ｔ
ＬＢ２２０のエントリ数と、一致するものとする。次
に、各ＴＬＢ制御命令のシミュレーション方法を示す。 （ａ）ＳＥＴ ＴＬＢ命令シミュレーション 走行中のＯＳがＳＥＴ ＴＬＢ命令を発行した場合、中
央処理装置２００は命令の実行を抑止して（すなわち、
ＯＳの下では実行しない）、仮想計算機モニタ１１０に
割り出す。この割り出しは、例えば、ゲストＯＳを非特
権モードで走行させ、ＴＬＢ制御命令等の特権命令の実
行要求時に、仮想計算機モニタ１１０に対して、特権命
令例外の割込みを発生させることにより実現する。その
後、仮想計算機モニタ１１０は、命令のＲ１フィールド
およびＲ２フィールドが各々番号を保持する汎用レジス
タに格納されたページ仮想アドレスとページ実アドレス
の対を、ゲストＴＬＢテーブル１４２に登録し、このエ
ントリのゲストＶビットに１を設定する。プロテクショ
ンとしてのゲストＰビットの設定はＯＳを対象とする設
定である。 （ｂ）ＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令シミュレーシ
ョン 走行中のＯＳがＳＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令を発
行した場合、中央処理装置２００は命令の実行を抑止し
て、仮想計算機モニタ１１０に割り出す。その後、仮想
計算機モニタ１１０は、命令のＲ１フィールドが番号を
保持する汎用レジスタに格納されたページ仮想アドレス
をゲストＴＬＢテーブル１４２のゲストページ仮想アド
レスのフィールドに有するエントリのゲストＰビット
に、Ｒ２フィールドが番号を保持する汎用レジスタの第
０ビットの値を格納する。 （ｃ）ＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令シミュレーション 走行中のＯＳがＳＴＯＲＥ ＴＬＢ命令を発行した場
合、中央処理装置２００は命令の実行を抑止して、仮想
計算機モニタ１１０に割り出す。その後、仮想計算機モ
ニタ１１０は、Ｒ１フィールドが番号を保持する汎用レ
ジスタに格納されたアドレスが示すゲスト主記憶領域１
２０の領域に、ゲストＴＬＢテーブル１４２の全てのエ
ントリの内容（即ち、ゲストＶビット、ゲストＰビッ
ト、ゲストページ仮想アドレス、および、ゲストページ
実アドレスの対）を格納するとともに、Ｒ２フィールド
が番号を保持する汎用レジスタに、ゲスト主記憶領域１
２０に格納したゲストＴＬＢテーブル１４２のエントリ
数を格納する。 （ｄ）ＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令シミュレーション 走行中のＯＳがＰＵＲＧＥ ＴＬＢ命令を発行した場
合、中央処理装置２００は命令の実行を抑止して、仮想
計算機モニタ１１０に割り出す。その後、仮想計算機モ
ニタ１１０は、ゲストＴＬＢテーブル１４２の全てのエ
ントリのゲストＶビットおよびゲストＰビットに０を設
定し、全てのエントリを無効化する。

【００１８】４．第１ホストＴＬＢテーブル１４４およ
び第２ホストＴＬＢテーブル１４６の設定方法 第１ホストＴＬＢテーブル１４４は、非アドレス変換モ
ードのＯＳを起動するときに仮想計算機モニタ１１０が
用いるテーブルであり、第２ホストＴＬＢテーブル１４
６は、アドレス変換モードのＯＳを起動するときに仮想
計算機モニタ１１０が用いるテーブルである。図３に示
したように、第１ホストＴＬＢテーブル１４４は、ホス
トＶビット、ホストＰビット、ゲストページ実アドレ
ス、および、ホストページ実アドレスのフィールドから
構成される。また、第２ホストＴＬＢテーブル１４６
は、ホストＶビット、ホストＰビット、ゲストＰビッ
ト、ゲストページ仮想アドレス、および、ホストページ
実アドレスのフィールドから構成される。仮想計算機モ
ニタ１１０は、第１ホストＴＬＢテーブル１４４および
第２ホストＴＬＢテーブル１４６を、下記のように設定
する。ただし、第１ホストＴＬＢテーブル１４４および
第２ホストＴＬＢテーブル１４６のエントリ数は、ＴＬ
Ｂ２２０のエントリ数と、一致するものとする。

【００１９】（ａ）第１ホストＴＬＢテーブル１４４ 第１ホストＴＬＢテーブル１４４は、ＯＳが非アドレス
変換モードのときに、ＴＬＢ２２０に設定するアドレス
変換情報を保持する。このため、図１のＶＭ−２のよう
に、ゲスト主記憶領域１２０−２（ＯＳおよびＯＳの管
理下にあるプログラムが格納されている）がホスト主記
憶領域１００上にアドレス変位αで常駐している場合、
例えば、ゲスト実アドレス０には、ホスト実アドレスα
が対応している。このため、１ページのサイズが４０９
６バイトのとき、ゲストページ実アドレス０には、ホス
トページ実アドレス（α／４０９６）が対応する。仮想
計算機モニタ１１０は、このようなゲスト主記憶領域１
２０−２のホスト主記憶領域１００における配置情報か
ら、第１ホストＴＬＢテーブル１４４の、例えば１４４
−２の、ホストＶビット、ゲストページ実アドレス、お
よび、ホストページ実アドレスの各エントリを図３の
（ｂ）に示すように作成する。また、図１の場合、ゲス
ト主記憶領域１２０−１はホスト主記憶領域１００上に
アドレス変位０で常駐しているのでゲストページ実アド
レスとホストページ実アドレスは等しい。そこで、仮想
計算機モニタ１１０は、変位αが０であるゲスト主記憶
領域１２０−１のホスト主記憶領域１００における配置
情報から、第１ホストＴＬＢテーブル１４４の、例えば
１４４−１の、ホストＶビット、ゲストページ実アドレ
ス、および、ホストページ実アドレスの各エントリを作
成する（図示なし）。この作成は、ＶＭ生成後に行なわ
れる。また、テーブル上のアドレスはＯＳおよびＯＳの
管理下にあるプログラムが格納されているアドレスであ
る。第１ホストＴＬＢテーブル１４４内のホストＰビッ
トの設定方法については、（ｃ）で述べる。

【００２０】（ｂ）第２ホストＴＬＢテーブル１４６ 第２ホストＴＬＢテーブル１４６は、ＯＳがアドレス変
換モードのときに、ＴＬＢ２２０に設定するアドレス変
換情報を保持する。即ち、ゲストページ仮想アドレスか
らホストページ実アドレスへのアドレス変換情報を保持
する。このため、図１のＶＭ−２のように、ゲスト主記
憶領域１２０−２がホスト主記憶領域１００上にアドレ
ス変位αで常駐しており、図３のゲストＴＬＢテーブル
１４２のようにゲストページ仮想アドレスγ₁にゲスト
ページ実アドレスδ₁がマッピングされている場合、ゲ
ストページ仮想アドレスγ₁には、ホストページ実アド
レスδ₁＋（α／４０９６）が対応している。仮想計算
機モニタ１１０は、このようにゲスト仮想空間１３０−
２（ＯＳおよびＯＳの管理下にあるプログラムが格納さ
れている）のゲスト主記憶領域１２０−２へのマッピン
グ情報と、ゲスト主記憶領域１２０−２のホスト主記憶
領域１００における配置情報とを組み合わせて、第２ホ
ストＴＬＢテーブル１４６の、例えば１４６−２のホス
トＶビット、ゲストページ仮想アドレス、および、ホス
トページ実アドレスの各エントリを図３の（ｃ）のよう
に作成する。また、図１のＶＭ−１の場合、ゲスト主記
憶領域１２０−１がホスト主記憶領域１００上にアドレ
ス変位０で常駐している。そこで、仮想計算機モニタ１
１０は、このようにゲスト仮想空間１３０−１のゲスト
主記憶領域１２０−１へのマッピング情報と、変位αが
０であるゲスト主記憶領域１２０−１のホスト主記憶領
域１００における配置情報とを組み合わせて、第２ホス
トＴＬＢテーブル１４６の、例えば１４６−１のホスト
Ｖビット、ゲストページ仮想アドレス、および、ホスト
ページ実アドレスの各エントリを作成する（図示な
し）。

【００２１】この作成は、図３の（ａ）に示すゲストＴ
ＬＢテーブル１４２の生成後に行なわれる。また、テー
ブル上のアドレスはＯＳおよびＯＳの管理下にあるプロ
グラムが格納されているアドレスである。

【００２２】ただし、ゲストＴＬＢテーブル１４２のエ
ントリのゲストページ実アドレスが、このＯＳのゲスト
主記憶領域１２０のサイズよりも大きい場合には、第２
ホストＴＬＢテーブル１４６の対応するエントリのホス
トページ実アドレスには不当なホストページ実アドレス
を設定する。例えば、ＶＭ−２において、図３のゲスト
ＴＬＢテーブル１４２が示すように、ゲストページ仮想
アドレスγ₄に対応付けられたゲストページ実アドレス
δ₄がＶＭ−２のゲスト主記憶領域１２０−２のページ
サイズである（β−α）／４０９６よりも大きい場合に
は、ゲストページ仮想アドレスγ₄には、不当なホスト
実アドレス（例えば、Ｘ’ＦＦＦＦＦ’）を対応付け
る。これは、ＯＳ動作中に、他のＯＳや仮想計算機モニ
タ１１０の領域を破壊しないようにするためである。ま
た、ゲストＴＬＢテーブル１４２のゲストＰビットの値
を、第２ホストＴＬＢテーブル１４６の対応するエント
リのゲストＰビットに設定する。第２ホストＴＬＢテー
ブル１４６内のホストＰビットの設定方法については、
（ｃ）で述べる。

【００２３】（ｃ）ホストＰビットの設定 プロテクションとしてのホストＰビットの設定は仮想計
算機モニタ１１０を対象とする設定である。図４は、ゲ
スト主記憶領域１２０およびゲスト仮想空間１３０にプ
ロテクションを設定するための‘ＰＲＯＴＥＣＴ’コマ
ンドの仕様と使用例を示している。図４の（ａ）におい
て、オペランドＧＲ（ゲストリアル）は、ゲスト主記憶
領域１２０へのプロテクションの設定要求を示し、オペ
ランドＧＶ（ゲストバーチュアル）は、ゲスト仮想空間
１３０へのプロテクションの設定要求を示す。開始ペー
ジアドレスおよび終了ページアドレスは、それぞれ、プ
ロテクションを設定する領域の開始ページアドレスおよ
び終了ページアドレスを示す。また、仮想計算機識別子
は、対象とする仮想計算機を示す。ホストＰビットの設
定要求は、処理の実行中に特定の領域にアクセスが行な
われたときＯＳのカーネル部分を止めたいと、仮想計算
機のユーザが意図するとき、ユーザがオペランドＧＲ或
いはオペランドＧＶを持つコマンドをコンソールから入
力することにより行なわれる。例えば、図４（ｂ）に示
したコマンドは、仮想計算機−２のゲストページ実アド
レス０と１の領域にプロテクションを設定する要求を示
している。このコマンドを実行すると、仮想計算機モニ
タ１１０は、仮想計算機−２のゲストページ実アドレス
０と１の領域に対応する第１ホストＴＬＢテーブル１４
４−２の第０エントリと第１エントリのホストＰビット
に１を設定する。

【００２４】また、図４（ｃ）に示すコマンドは、仮想
計算機−２のゲストページ仮想アドレスγ₂の領域にプ
ロテクションを設定する要求を示している。このコマン
ドを実行すると、仮想計算機モニタ１１０は、仮想計算
機−２のゲストページ仮想アドレスγ₂に対応する第２
ホストＴＬＢテーブル１４６−２のエントリのホストＰ
ビットに１を設定する。

【００２５】５．ＴＬＢの制御方法 図５は、仮想計算機モニタ１１０によるＴＬＢ２２０の
制御方法のフローチャートである。仮想計算機モニタ１
１０は、まず、次に走行させるＯＳを選択する（ステッ
プ５０００）。そして、この選択したＯＳが、アドレス
変換モードか否かを、このＯＳの状態記述子１４８内の
アドレス変換モードビット（Ｔ）が１か否かによって判
定する（ステップ５００５）。判定の結果、ＯＳがアド
レス変換モードの場合、第２ホストＴＬＢテーブル１４
６に保持されたゲストページ仮想アドレスからホストペ
ージ実アドレスへのアドレス変換情報を、ＳＥＴ ＴＬ
Ｂ命令を発行する（エントリの数だけ発行する）ことに
よってＴＬＢ２２０に設定する（ステップ５０１０、な
お、ＳＥＴ ＴＬＢ命令を発行する前に、事前に第２ホ
ストＴＬＢテーブル１４６の必要な内容を汎用レジスタ
にコピーしておく）。次に、仮想計算機モニタ１１０
は、ゲスト仮想空間１３０へのアクセス保護の要求があ
るか否かを、第２ホストＴＬＢテーブル１４６のホスト
ＰビットあるいはゲストＰビットが１のエントリがある
か否かによって判定する（ステップ５０１５）。ホスト
ＰビットあるいはゲストＰビットが１のエントリがある
ならば、ＳＥＴＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令を発行するこ
とにより、ＴＬＢ２２０の対応するエントリのＰビット
に１（保護）を設定する（ステップ５０２０、ＳＥＴ
ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令を発行する前に、事前に第２
ホストＴＬＢテーブル１４６の必要な内容を汎用レジス
タにコピーしておく）。

【００２６】一方、ＯＳが非アドレス変換モードの場
合、第１ホストＴＬＢテーブル１４４に保持されたゲス
トページ実アドレスからホストページ実アドレスへのア
ドレス変換情報を、ＳＥＴ ＴＬＢ命令を発行する（エ
ントリの数だけ発行する）ことによってＴＬＢ２２０に
設定する（ステップ５０２５、なお、ＳＥＴ ＴＬＢ命
令を発行する前に、事前に第１ホストＴＬＢテーブル１
４４の必要な内容を汎用レジスタにコピーしておく）。
次に、仮想計算機モニタ１１０は、ゲスト主記憶領域１
２０へのアクセス保護の要求があるか否かを、第１ホス
トＴＬＢテーブル１４４のホストＰビットが１のエント
リがあるか否かによって判定する（ステップ５０３
０）。ホストＰビットが１のエントリがあるならば、Ｓ
ＥＴ ＰＲＯＴＥＣＴＩＯＮ命令を発行することによ
り、ＴＬＢ２２０の対応するエントリのＰビットに１
（保護）を設定する（ステップ５０３５、なお、ＳＥＴ
ＴＬＢ命令を発行する前に、事前に第１ホストＴＬＢ
テーブル１４４の必要な内容を汎用レジスタにコピーし
ておく）。以上の処理によって、ＴＬＢ２２０には、選
択したＯＳのアドレス変換情報およびプロテクション情
報が設定される。

【００２７】その後、仮想計算機モニタ１１０は、選択
したＯＳを、状態記述子１４８の中のアドレス変換モー
ドビット（Ｔ）の値に関係無く、ＰＳＷ２０５のアドレ
ス変換モードビット（Ｔ）に１（アドレス変換モード）
を設定して、ＯＳを起動する（ステップ５０４０）。こ
の結果、ＯＳの走行が開始され（ステップ５０４５）、
ＯＳ走行中は、常にＴＬＢ２２０によるアドレス変換が
行なわれながら、ゲストＯＳの命令列が実行されること
になる。その後、タイムスライスの終了や、ＰＳＷ２０
５内のアドレス変換モードビット（Ｔ）の値を変更する
命令をゲストＯＳが実行要求したり、割込みの発生等に
よりＯＳの走行が中断され（ステップ５０５０）、仮想
計算機モニタ１１０に制御が戻ると、仮想計算機モニタ
１１０は、以下の処理を行なう。

【００２８】まず、仮想計算機モニタ１１０は、ＰＵＲ
ＧＥ ＴＬＢ命令により、ＴＬＢ２２０をパージする
（ステップ５０５５）。そして、ＯＳ走行中断の原因が
プロテクション割込みか否かを、ホスト主記憶領域１０
０の特定の領域に格納される割込みコードを解析するこ
とによって判定し（ステップ５０６０）、プロテクショ
ン割込みでなければ、再度ステップ５０００に戻って、
ＯＳを起動する。プロテクション割込みであれば、ホス
ト主記憶領域１００の特定の領域に格納される割込み情
報により割込みを起こした命令のアドレスを特定し、ゲ
ストＯＳがアドレス変換モードならば命令アドレスおよ
びオペランドアドレスに対応する第２ホストＴＬＢテー
ブル１４６のエントリのホストＰビットが１であるか
を、また、ゲストＯＳが非アドレス変換モードならば、
命令アドレスおよびオペランドアドレスに対応する第１
ホストＴＬＢテーブル１４４のエントリのホストＰビッ
トが１であるかを判定する（ステップ５０６５）。この
結果、ホストＰビットが１であれば、この割込みの要因
は、‘ＰＲＯＴＥＣＴ’コマンドによるものなので、走
行していたＯＳを走行禁止状態にする（ステップ５０７
０）。これによって、ＯＳが特定の領域にアクセスした
ときの、ＯＳのテーブルの内容等のＯＳデバッグ情報
を、仮想計算機のユーザは得ることができる。次に、ゲ
ストＯＳがアドレス変換モードならば、プロテクション
割込みを起こした命令アドレスおよびオペランドアドレ
スに対応する第２ホストＴＬＢテーブル１４６のエント
リのゲストＰビットが１であるかを判定する（ステップ
５０７５）。この結果、ゲストＰビットが１であれば、
この割込みはゲストＯＳが要求したものなので、仮想計
算機モニタ１１０は、走行していたＯＳにプロテクショ
ン割込みをシミュレーションする（ステップ５０８
０）。以上の、プロテクション割込みの処理終了後、再
度ステップ５０００に戻って、ＯＳを起動する。

【００２９】以上のようにして、本実施例によれば、Ｔ
ＬＢを用いて効率良くＯＳを制御可能な仮想計算機シス
テムを提供できる。また、本実施例によれば、ＴＬＢエ
ントリの内容をＯＳが管理する計算機において、アドレ
ス変換モードと非アドレス変換モードを有するＯＳが走
行可能な仮想計算機システムを提供できる。さらに、本
実施例によれば、ＴＬＢにプロテクション機構を有する
計算機において、ゲスト仮想空間およびゲスト主記憶領
域に対してプロテクション機構を適用可能な仮想計算機
システムを提供できる。なお、本実施例では、仮想計算
機システムを構成する仮想計算機の台数は、２台とした
が、３台以上の仮想計算機を有する場合にも本発明が適
用できることは明らかであろう。また、本実施例では、
ホスト計算機を構成する中央処理装置の数は１つとした
が、いわゆる、マルチプロセッサ構成のホスト計算機に
も本発明が適用できることは明らかであろう。また、仮
想計算機システムに限らず、１台の計算機上で複数のＯ
Ｓが走行可能な類似の計算機システムに、本発明が適用
できることも明らかであろう。また、本実施例では、各
ＯＳのゲスト仮想空間は１つとしたが、複数のゲスト仮
想空間を有するＯＳに対しても、本発明が適用できるこ
とは、明らかであろう。さらに、本実施例では、ゲスト
主記憶領域は、ホスト主記憶領域上に常駐するものとし
たが、ゲスト主記憶領域が仮想計算機モニタのページン
グ領域にある場合にも、本発明が適用できることも明ら
かであろう。

【００３０】

【発明の効果】本発明によれば、ＴＬＢを用いて効率良
くＯＳを制御可能な仮想計算機システムを提供できる。
また、ＴＬＢエントリの内容をＯＳが管理する計算機に
おいて、アドレス変換モードと非アドレス変換モードを
有するＯＳが走行可能な仮想計算機システムを提供でき
る。さらに、ＴＬＢにプロテクション機構を有する計算
機において、ゲスト仮想空間およびゲスト主記憶領域に
対してプロテクション機構を適用可能な仮想計算機シス
テムを提供できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明における計算機構成の概念図である。

【図２】ＴＬＢ制御命令を説明する図である。

【図３】数値を設定したゲストＴＬＢテーブル、第１ホ
ストＴＬＢテーブル、第２ホストＴＬＢテーブルを示す
図である。

【図４】‘ＰＲＯＴＥＣＴ’コマンドの仕様とコマンド
の使用例を示す図である。

【図５】ＴＬＢ制御のフローチャートを示す図であ
る。。

【符号の説明】

１００ ホスト主記憶領域 １１０ 仮想計算機モニタ １２０−１、１２０−２ ゲスト主記憶領域 １３０−１、１３０−２ ゲスト仮想空間 １４０−１、１４０−２ 制御テーブル １４２−１ ゲストＴＬＢテーブル １４４−１ ホスト第１ＴＬＢテーブル １４６−１ ホスト第２ＴＬＢテーブル １４８−１ 状態記述子 ２００ 中央処理装置 ２０５ ＰＳＷ ２１０ 命令実行回路 ２１５ 割込み実行回路 ２２０ ＴＬＢ ２２５ プロテクションレジスタ

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 仮想アドレスを実アドレスに変換するた
   めのアドレス変換バッファ（ＴＬＢ）を中央処理装置に
   有する１台の計算機上で仮想計算機モニタの制御の下に
   １つ以上のオペレーティング・システム（ＯＳ）が走行
   する仮想計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法であっ
   て、 走行中のＯＳがＴＬＢエントリ生成を指示する命令を発
   行したとき、前記仮想計算機モニタにより該命令をシュ
   ミレーションしてホスト主記憶領域の仮想計算機モニタ
   領域に、ゲストページ仮想アドレスと、ゲスト実アドレ
   スと、ゲストプロテクションビット（ゲストＰビット）
   を備えるゲストＴＬＢテーブルを生成するステップと、 前記ホスト主記憶領域の仮想計算機モニタ領域に、前記
   ＯＳおよびその管理下にあるプログラムの常駐領域のゲ
   スト実アドレスと、ホスト実アドレスと、ホストＰビッ
   トを備える第１ホストＴＬＢテーブルを生成するステッ
   プと、 前記ホスト主記憶領域の仮想計算機モニタ領域に、前記
   ゲストＴＬＢテーブルに基づき、ゲスト仮想アドレス
   と、ホスト実アドレスと、ゲストＰビットと、ホストＰ
   ビットを備える第２ホストＴＬＢテーブルを生成するス
   テップとを備えたことを特徴とする仮想計算機システム
   におけるＴＬＢ制御方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載の仮想計算機システムにお
   けるＴＬＢ制御方法において、前記ホストＰビットの値
   をＰビット入力用コマンドを用いて入力することを特徴
   とする仮想計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法。
3. 【請求項３】 請求項１記載の仮想計算機システムにお
   けるＴＬＢ制御方法において、前記第２ホストＴＬＢテ
   ーブルを生成するとき、前記ゲストＴＬＢテーブルのゲ
   スト仮想アドレスに対応付けたゲスト実アドレスが前記
   常駐領域外の場合、前記ゲスト仮想アドレスに不当なホ
   スト実アドレスを対応付けて前記第２ホストＴＬＢテー
   ブルに設定するステップを備えたことを特徴とする仮想
   計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法。
4. 【請求項４】 請求項１記載の仮想計算機システムにお
   けるＴＬＢ制御方法において、 前記中央処理装置において走行させようとするＯＳがア
   ドレス変換モードか非アドレス変換モードかを判定する
   ステップと、 前記判定結果がアドレス変換モードであることに応じ
   て、前記第２ホストＴＬＢテーブルを前記ＴＬＢに設定
   するステップと、 前記判定結果が非アドレス変換モードであることに応じ
   て、前記第１ホストＴＬＢテーブルを前記ＴＬＢに設定
   するステップと、 前記中央処理装置にアドレス変換モードを設定して、前
   記ＯＳを走行させるステップとを備えたことを特徴とす
   る仮想計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法。
5. 【請求項５】 請求項１記載の仮想計算機システムにお
   けるＴＬＢ制御方法において、 走行中のＯＳが、非アドレス変換モードからアドレス変
   換モードになったことに応じて、前記第２ホストＴＬＢ
   テーブルを前記ＴＬＢに設定するステップと、 走行中のＯＳが、アドレス変換モードから非アドレス変
   換モードになったことに応じて、前記第１ホストＴＬＢ
   テーブルを前記ＴＬＢに設定するステップと、 前記中央処理装置にアドレス変換モードを設定して、前
   記ＯＳを走行させるステップとを備えたことを特徴とす
   る仮想計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法。
6. 【請求項６】 請求項４または請求項５記載の仮想計算
   機システムにおけるＴＬＢ制御方法において、 ＯＳの走行が中断し、該中断がプロテクション割り込み
   によるとき、該プロテクション割り込みがホストＰビッ
   トによるものかゲストＰビットによるものかを判定する
   ステップと、 割り込みがホストＰビットによるものであることに応じ
   て、走行していたＯＳを走行禁止状態にするステップ
   と、 割り込みがゲストＰビットによるものであることに応じ
   て、走行していたＯＳにプロテクション割り込みをシミ
   ュレーションするステップとを備えたことを特徴とする
   仮想計算機システムにおけるＴＬＢ制御方法。