JPH0683625A - 基準アドレス空間のアクセス方法及びシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 タスク指名可能ユニットの基準空間に対しＰ
ＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供する。 【構成】 基準空間を識別し、アドレス空間番号の第２
のテーブル６０２に位置付けられた対応する制御情報に
アクセスする際に使用すべきＤＵＣＴから一つ以上の基
準アドレス空間パラメータを検索する。ＢＡＳＴＥＯ５
０４はＤＵＣＴ５００から検索され、テーブル６０２の
エントリ６０４（ＡＳＴＥ）を得る際に実アドレスを形
成するために６個のゼロがＢＡＳＴＥＯの右側に追加さ
れる。ＡＳＴＥの許可インデックス（ＡＸ）６０６とＢ
ＡＳＮ５０８はそれぞれ６０８（ＡＸ）と６１０（ＰＡ
ＳＮ）の制御レジスタ４に、ＡＳＴＥのセグメントテー
ブル指示６１２はＰＳＴＤ６１４の制御レジスタ１に、
実ＡＳＴＥアドレスはＰＡＳＴＥＯとして６１６の制御
レジスタ５に置かれる。ＤＵＣＴに位置付けられるＢＡ
ＳＴＥＯを使用することによってＡＳＮの第２のテーブ
ルのエントリを得る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は概してデータ処理システ
ム内の仮想アドレス空間に係り、詳細には、アドレス空
間から基準（ベース）アドレス空間に発行（送出）可能
であるとともに、基準アドレス空間のタスク指名可能ユ
ニットにおいて実行するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ（プ
ログラム呼び出し）命令に関する。

【０００２】

【従来の技術】多重仮想アドレス空間で仮想アドレス指
定を用いるデータ処理システムは周知であり、例えば、
ＭＶＳ制御プログラミングを用いたＩＢＭシステム／３
９０などのシステムを有する。ＩＢＭシステム／３９０
の編成及びハードウェア／構造的様相は、「ＩＢＭシス
テム／３９０操作の原理」形式番号第ＳＡ２２−７２０
１−００号に記載されている。ＭＶＳシステムは他の多
くのデータ処理システムと同様に、例えば、中央処理装
置（ＣＰＵ）と主記憶装置を備えている。ＣＰＵは、命
令の実行、割り込み動作、タイミング機能、初期プログ
ラムローディング及び他のマシン関連機能のための設備
を順序付け且つ処理することを含む。主記憶装置は直接
アドレス指定可能であり、ＣＰＵによるデータの高速処
理を実行する。主記憶装置は物理的にＣＰＵと統合され
るか、又は独立型装置で構成されるものである。

【０００３】一般に、アドレス空間は主記憶装置内に存
在し、そこでは、アドレス空間は整数の連続したシーケ
ンス（又は仮想アドレス）であり、各々の数を記憶装置
内のバイト位置に対応付けることを可能にする特定の変
換パラメータを伴う。シーケンスはゼロから始まり、左
から右に進む。

【０００４】仮想アドレスが主記憶装置にアクセスする
ためにＣＰＵによって使用される場合、まず動的アドレ
ス変換（ＤＴＡ）によって実アドレスに変換され、次に
プレフィックスによって絶対アドレスに変換される。Ｄ
ＡＴは、変換パラメータとして二つのレベルのテーブル
（セグメントテーブルとページテーブル）を用いる。セ
グメントテーブルの指示（起点及び長さ）は制御レジス
タのＤＡＴによって使用されるか、又はアクセスレジス
タによって指定されたものとされる。

【０００５】ＤＡＴは異なる時間に、別々の制御レジス
タの、又はアクセスレジスタによって指定されたセグメ
ントテーブル指示を使用する。その選択は、現プログラ
ム状態語（ＰＳＷ）において指定された変換モードによ
って決定される。４つの変換モード、即ち、一次空間モ
ード、二次空間モード、アクセスレジスタモード（ＡＲ
−モード）及びホーム空間モード、が利用可能である。
これらの変換モードしだいで別々のアドレス空間のアド
レス指定が可能である。

【０００６】ＣＰＵが一次空間モード又は二次空間モー
ドにある時はいつでも、ＣＰＵは一次アドレス空間と二
次アドレス空間の二つのアドレス空間に属する仮想アド
レスを変換することができる。ＣＰＵがアクセス−レジ
スタモードにある時はいつでも、ＣＰＵは１６個までの
アドレス空間、即ち、一次アドレス空間及び１５個まで
のＡＲ−指定アドレス空間、の仮想アドレスを変換する
ことができる。ＣＰＵがホーム空間モードにある時はい
つでも、ＣＰＵはホームアドレス空間の仮想アドレスを
変換することができる。

【０００７】一次アドレス空間は、一次仮想アドレスか
ら成るためにそのようなものとして識別され、一次仮想
アドレスは一次セグメントテーブル指示によって変換さ
れる。同様に、二次アドレス空間は、二次セグメントテ
ーブル指示によって変換される二次仮想アドレスから成
り、ＡＲ指定アドレス空間は、ＡＲ指定セグメントテー
ブル指示によって変換されるＡＲ指定仮想アドレスから
成り、さらにホームアドレス空間は、ホームセグメント
テーブル指示によって変換されるホーム仮想アドレスか
ら成る。一次及び二次セグメントテーブル指示はそれぞ
れ制御レジスタ１と７にある。ＡＲ指定セグメントテー
ブル指示は、制御レジスタ１と７、及びＡＳＮ第２のテ
ーブルエントリと称されるテーブルエントリにある。ホ
ームセグメントテーブル指示は制御レジスタ１３にあ
る。

【０００８】アクセスレジスタモードは、「データと多
重アドレス空間に対する選択的プログラムアクセスの許
可」と題するアメリカ特許第５、０２３、７７３号に示
される。このアメリカ特許では、コンピュータシステム
の主記憶装置のアドレス空間に対するアクセスを多重ア
ドレス空間機能のもとで実行中のプログラムによって許
可するためのプログラム許可機構が述べられている。多
重アドレス空間機能によって１６個の３２ビットアクセ
スレジスタが付与され、アクセスレジスタモードで動作
する場合、アクセスレジスタの内の一つを用いてＤＡＴ
によって使用されるセグメントテーブルを指定すること
によって論理アドレスが関連しているアドレス空間を指
定して、そのアドレス空間に対する論理アドレスを変換
することができる。

【０００９】プログラムは、例えば、変換モードを一次
空間モード又はホーム空間モードに変更するように半特
権的ＳＥＴ・ＡＤＤＲＥＳＳ・ＳＰＡＣＥ・ＣＯＮＴＲ
ＯＬ（セットアドレス空間制御）命令を用いることによ
って、異なるアドレス空間をアドレス指定可能にするこ
とができる。しかしながら、ＳＥＴ・ＡＤＤＲＥＳＳ・
ＳＰＡＣＥ・ＣＯＮＴＲＯＬはスーパバイザ状態におい
てのみホーム空間モードを設定することができる。さら
にプログラムは、制御レジスタ１と７のセグメントテー
ブル指示を変更するための他の半特権的命令を用いて、
またアクセスレジスタの内容を変更するための非特権的
命令を用いることによって、他のアドレス空間をアドレ
ス指定可能にすることができる。制御レジスタ１３のホ
ームセグメントテーブル指示を変更するための特権ＬＯ
ＡＤ・ＣＯＮＴＲＯＬ（ロード制御）命令のみが使用可
能である。

【００１０】ホームアドレス空間機能は、「命令及びオ
ペランドフェッチを制御し、演算を格納するためにホー
ムアドレス空間セグメントテーブルを用いて制御ブロッ
クにアクセスするオペレーティングシステム」と題した
アメリカ特許第４、９４３、９１３号に述べられてい
る。特に、オペレーティングシステムが多重アドレス空
間環境において命令及びデータにアクセスするための手
段を提供する方法が記載されている。この方法は、タス
ク指名可能な作業単位を定義するための制御ブロックを
含むホームアドレス空間としてのタスク指名可能な作業
単位による最優先アドレス空間をタスク指名する工程
と、ホームアドレス空間における仮想アドレス変換を行
なうために制御レジスタの内の一つのレジスタにおける
ホームアドレス空間のセグメントテーブルにポインタを
ロードする工程と、ＣＰＵのプログラム状態語のフィー
ルドにアドレス空間制御ビットを設定することによって
ホームモードを識別し、ホームアドレス空間の仮想アド
レスとデータを変換するようにホームアドレス空間セグ
メントテーブルをＤＡＴによって使用されるべきものに
する工程と、さらに、ホームアドレス空間セグメントテ
ーブルを用いたオペレーティングシステムで制御ブロッ
クにアクセスすることによって命令及びオペランドフェ
ッチを予測可能に制御し、ホームアドレス空間における
タスク指名可能な作業単位に対するホームアドレス空間
との間の演算を格納する工程と、を有する。

【００１１】アドレス空間には、制御プログラムによっ
てアドレス空間番号（ＡＳＮ）を割り当てることができ
る。ＡＳＮは、主記憶装置の２レベルのテーブル構造内
でアドレス空間に関する情報を含むＡＳＮ第２のテーブ
ルエントリを指定する。ＡＳＮ第２のテーブルエントリ
が有効として示されると、このエントリはアドレス空間
を定義するセグメントテーブル指定を含む。

【００１２】一定の環境において、制御レジスタ１又は
７に新しいセグメントテーブル指示を置く半特権命令は
ＡＳＮ第２のテーブルエントリからこのセグメントテー
ブル指示を取り込む。これらの命令の内の幾つかはＡＳ
Ｎ変換機構を使用し、ＡＳＮが与えられると、ＡＳＮ変
換機構は指示されたＡＳＮ第２のテーブルエントリを位
置付けすることができる。

【００１３】一次及び二次アドレス空間に対するＡＳＮ
は制御レジスタ内の位置に割り当てられる。一次ＡＳＮ
と称される一次アドレス空間のＡＳＮには制御レジスタ
４のビット１６乃至３１が割り当てられ、二次ＡＳＮと
称される二次アドレス空間に対しては制御レジスタ３の
ビット１６乃至３１が割り当てられる。

【００１４】アドレス空間を用いてユーザ間をある程度
分離することができる。各ユーザに対して完全に異なる
アドレス空間が存在することになり、このために完全な
分離を提供するか、又は各アドレス空間の一部を単一の
共通記憶エリアにマップすることによって共用エリアが
提供される可能性もある。さらに、一アドレス空間内の
一プログラムはアメリカ特許第４、３６６、５３７号に
おいて示されるように、データにアクセスしたり、もし
くは別のアドレス空間（クロスメモリモードと称され
る）のプログラムを呼び出すことができる。

【００１５】「異なる記憶保護キーを有する異なるアド
レス空間の間におけるプログラム制御又はデータの転送
のための許可機構」と題したこのアメリカ特許第４、３
６６、５３７号では、記憶保護キーマスクの使用ならび
に二重アドレス空間メモリ参照と、プログラムサブシス
テムリンケージと、許可制御による主記憶装置アドレス
へのアドレス空間番号変換と、を備えた基本許可制御の
規定が述べられている。一次アドレス空間から二次アド
レス空間に情報を移動させる能力は二次セグメントテー
ブルを有し、これは二次セグメントテーブル起点及び二
次セグメントテーブル長によって定義される。「ＭＯＶ
Ｅ・ＴＯ・ＳＥＣＯＮＤＡＲＹ（二次への移動）」命令
は、一次アドレス空間と二次アドレス空間との間でデー
タを移動させる際に用いられる。

【００１６】命令がアドレス空間で実行されるオーダ
は、プログラム状態語（ＰＳＷ）によって制御される。
ＰＳＷはさらに、現在実行中のプログラムに対するシス
テムの状態を表示する。各プロセッサは一つの現ＰＳＷ
のみを有する。

【００１７】現ＰＳＷは、実行されるべき次の命令を表
示するＣＰＵのハードウェア情報である。これはまた、
ＣＰＵがＩ／Ｏ（入出力）割り込み、外部割り込み、マ
シン検査割り込み及び一定のプログラム割り込みに対し
て使用可能であるか又は使用不能であるかどうかを表示
する。ＣＰＵが使用可能である場合、これらの割り込み
が生じることがある。ＣＰＵが使用不能である場合、こ
れらの割り込みは無視されて未決の状態になる。（未決
割り込みは、使用不能状態で実行する作業単位がイネー
ブルする場合に処理される。）

【００１８】タスク制御ブロック（ＴＣＢ）は、アドレ
ス空間内で実行するタスクを表わす制御ブロックによっ
て示されるタスク指名可能な作業単位である。タスク
は、例えば、ユーザプログラム、及びユーザプログラム
を支援するために実行されるシステムプログラムを有す
ることもある。ＴＣＢはＡＴＴＡＣＨ（アタッチ）マク
ロ命令に応答して生成される。ＡＴＴＡＣＨを発行する
ことによってユーザ又はシステムルーチンはスーパバイ
ザが起呼者のタスクのサブタスクとしてＡＴＴＡＣＨマ
クロ上で指定されるプログラムの実行を開始することを
可能にする。サブタスクとして指定されたプログラムは
ＣＰＵ時間に対し競合し、起呼者のタスクに既に割り当
てられた一定の資源を使用することもある。

【００１９】ＴＣＢは、先買いされて現在はＣＰＵで実
行されていないプロセス（プログラム）のＣＰＵ状態を
維持するために使用される。代表的なＣＰＵ状態は、後
述される汎用レジスタ（ＧＰＲ）、ＰＳＷ、一次ＡＳＮ
（ＰＡＳＮ）及び二次ＡＳＮ（ＳＡＳＮ）を有する。

【００２０】ＰＡＳＮは、空間スイッチングを備えたＰ
ＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ（プログラム呼び出し）と、空
間スイッチングを備えたＰＲＯＧＲＡＭ・ＴＲＡＮＳＦ
ＥＲ（プログラム転送）と、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＲＥＴＵ
ＲＮ（プログラム復帰）又はＬＯＡＤ・ＡＤＤＲＥＳＳ
・ＳＰＡＣＥ・ＰＡＲＡＭＥＴＥＲＳ（ロードアドレス
空間パラメータ）命令と、によってロードされることが
できる。ＰＡＳＮが上記命令によってロードされる場
合、対応するセグメントテーブル指示子（ＳＴＤ）は一
次セグメントテーブル指示子（ＰＳＴＤ）の、制御レジ
スタ１のビット０乃至３１に置かれる。ＰＡＳＮはま
た、ＬＯＡＤ・ＣＯＮＴＲＯＬ（ロード制御）によって
ロード可能であり、この場合、ＰＡＳＮをＳＴＤに変換
するためのトランスレーション（変換）は発生しない。

【００２１】ＳＡＳＮが上記命令によってロードされる
と、対応するＳＴＤは二次セグメントテーブル指示子
（ＳＳＴＤ）の、制御レジスタ７のビット０乃至３１に
置かれる。ＳＡＳＮがＬＯＡＤ・ＣＯＮＴＲＯＬによっ
てロード可能であり、この場合、ＳＡＳＮをＳＴＤに変
換するためのトランスレーション（変換）は発生しな
い。

【００２２】従来技術では、一アドレス空間で実行する
プログラムが別のアドレス空間に対しＰＲＯＧＲＡＭ・
ＣＡＬＬすることを可能にする（クロスメモリモード）
方法が述べられているが、一方では、ＳＵＰＥＲＶＩＳ
ＯＲ・ＣＡＬＬ（スーパバイザ呼び出し）命令などのＭ
ＶＳサービスをクロスメモリモードにおいて実行させる
ことはできない。さらに、ホーム空間のタスク指名可能
ユニットのもとで実行している間、アドレス空間がホー
ムアドレス空間に対しＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬするこ
とを可能にする機能もない。また、従来技術では特にホ
ームアドレス空間機能は共通記憶装置内に存在する必要
があり、さらにＭＶＳサービスの多くがこのモードでは
利用できないとされる特権プログラムに限定される。な
おまた、従来技術では、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬに対
応付けられる起呼者のすべてが未知である場合、ホーム
空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬが不可能であ
る。

【００２３】

【発明が解決しようとする課題】したがって、従来技術
に対応付けられる制約及びクロスメモリモードが取り除
かれるタスク指名可能ユニットの基準空間に対しＰＲＯ
ＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供することが必要である。さら
に、クロスメモリ環境を残すことによってＭＶＳサービ
ス（ＥＮＱ、ＯＰＥＮ、ＳＶＣ等）へのアクセスを可能
にするための高速機構が必要とされる。なおまた、無許
可の起呼者が基準アドレス空間にアクセスすることを可
能にすることも必要である。基準アドレス空間でコード
とデータの両方に対して容易にアクセスを行なう機構も
また必要である。さらに、クロスメモリサーバーがホー
ム又は基準アドレス空間のユーザ出口を実行し、その起
呼者のすべての事前知識を有するようにクロスメモリサ
ーバーを必要とすることなく（例えば、ユーザ許可を復
元するために）スタッキングＰＣを介してＥＳＡリンケ
ージスタックを利用することを可能にする機構が必要と
される。

【００２４】

【課題を解決するための手段】本発明の原理によってタ
スク指名可能ユニットの基準空間にＰＲＯＧＲＡＭ・Ｃ
ＡＬＬを提供するための方法及びシステムを付与するこ
とによって従来技術の欠点は克服され、付加的な利点が
与えられる。

【００２５】本発明の原理にしたがって、基準アドレス
空間に別のアドレス空間からアクセスするための方法が
提供される。この方法は、基準アドレス空間をアクセス
すべきかどうかを決定するためにＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡ
ＬＬ命令によって位置付けられるインディケータ（標
識）を検査することを含む。基準空間をアクセスすべき
ことがインディケータによって表示されると、アクセス
すべき基準空間を定義する際に使用するための制御テー
ブルから一つ以上のパラメータを検索し、基準空間を識
別し、その識別された基準空間についての対応付けられ
る制御情報にアクセスするためにその検索された一つ以
上のパラメータを使用する。

【００２６】一実施例において、パラメータはタスク指
名可能ユニットの制御テーブルから検索され、基準アド
レス空間番号の第２のテーブルエントリ起点及び基準ア
ドレス空間番号を有する。

【００２７】本発明の別の態様において、基準アドレス
空間に別のアドレス空間からアクセスするためのシステ
ムが提供される。同システムは、基準アドレス空間をア
クセスすべきかどうかを決定するためにＰＲＯＧＲＡＭ
・ＣＡＬＬ命令によって位置付けられるインディケータ
を検査するための手段を有する。基準アドレス空間をア
クセスすべきことがインディケータによって表示される
と、アクセスすべき基準空間を定義する際に使用するた
めの制御テーブルから一つ以上のパラメータを検索し、
基準空間を識別し、その識別された基準アドレス空間に
ついての対応付けられる制御情報にアクセスするために
その検索された一つ以上のパラメータを使用するための
手段が提供される。

【００２８】タスク指名可能ユニットの基準空間にＰＲ
ＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供するための本発明の方法及
びシステムは、クロスメモリ環境を残すことによってＭ
ＶＳサービスに対するアクセスを可能にするための高速
機構を付与する。さらに、無許可の起呼者のそれらのホ
ームアドレス空間へのアクセスを可能にし、基準アドレ
ス空間でコードとデータの両方に対するアクセスを容易
に行なう。ここで述べられている方法及びシステムはま
た、クロスメモリサーバーがホームアドレス空間でユー
ザ出口を実行し、その起呼者すべての事前知識を有する
ようにクロスメモリサーバを必要とすることなくスタッ
キングＰＣを介してＥＳＡリンケージ（連係）スタック
を利用することを可能にする。この方法とシステムは、
クロスメモリモードのネスティングのいかなる深さをも
支援する。

【００２９】

【実施例】本発明の原理によるタスク指名可能ユニット
の基準空間にＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供するため
の方法とシステムに対応付けられるハードウェア構成要
素の一例は図１に示される。図１に示されるように、シ
ステム１００は例えば、主記憶装置１０２、一つ以上の
中央処理装置（ＣＰＵ）１０４及び一つ以上の入出力
（Ｉ／Ｏ）デバイス１０６を有する。

【００３０】一般に、入力デバイス１０６はデータとプ
ログラムの内の少なくとも何れか一方を主記憶装置１０
２にロードするために使用され、中央処理装置１０４
は、主記憶装置から格納されたプログラム又はデータに
アクセスするために使用される。既述されたように、主
記憶装置１０２は一つ以上のアドレス空間１０８を有
し、そこではアドレス空間は整数個の連続するシーケン
ス（又は仮想アドレス）であり、各々の数を記憶装置内
のバイト位置に対応付けることのできる特定の変換パラ
メータを伴う。一般には、完全な仮想アドレス空間１０
８は主記憶装置内には存在しない。代わりに、一つ以上
のプロセッサによってアクセス又は使用されているプロ
グラム又はデータに対応付けられる部分のみが主記憶装
置内に存在する。

【００３１】現在タスク指名されたタスク制御ブロック
（ＴＣＢ）又はタスク指名可能ユニットを含むアドレス
空間は、ここでは基準アドレス空間又は基準空間と呼ば
れている。ＩＢＭ社の多重仮想記憶（ＭＶＳ）オペレー
ティングシステムの現実行において、基準空間は、ＩＢ
Ｍの「エンタープライズシステムズアーキテクチュア／
３９０（Enterprise Systems Architecture/390 ）」、
操作の原理において詳細に記載されているホームアドレ
ス空間（ホーム空間）に等しい。しかしながら、他のオ
ペレーティングシステムでは基準空間はホーム空間とは
区別されることがある。

【００３２】タスク指名可能ユニット（又はＴＣＢ）に
対応付けられるプログラムは実行中である間はＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令（ＰＣ）を発行し、これによって
制御の異なるレベル又は同一レベルで作動するプログラ
ム間で制御を転送するための保護機構が提供される。一
アドレス空間のプログラムによる別のアドレス空間のプ
ログラムに対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬは、空間ス
イッチング（ＰＣ−ｓｓ）操作によるＰＲＯＧＲＡＭ・
ＣＡＬＬと呼ばれる（これが発生する場合、システムは
クロスメモリモードで動作している）。空間スイッチン
グのない同一アドレス空間のプログラムに対するＰＲＯ
ＧＲＡＭ・ＣＡＬＬは、現一次（ＰＣ−ｃｐ）操作に対
するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬと呼ばれる。

【００３３】ＰＣ−ｓｓ操作によって、プログラム呼び
出しの連鎖が発生することが可能とされる。即ち、例え
ば、基準空間のタスク指名可能ユニットのもとで実行す
るプログラムは、別のアドレス空間、例えば、アドレス
空間Ａ、のプログラムに対しＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
を送出する。次に、同じタスク指名可能ユニットの制御
のもとでなお実行中である間、アドレス空間Ａのプログ
ラムはアドレス空間Ｂなどのプログラムに対しＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬを送出する。本発明の原理によると、
ＰＣ−ｓｓ操作中に、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬもま
た、基準空間の同一のタスク指名可能ユニットのもとで
実行中にアドレス空間の何れか一つから基準空間に対し
送出されることがある。上述したように、基準空間に対
するこのＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬは、呼び出しの連鎖
内のいずれにも発生することがあり、どこから呼び出さ
れたかを知っている呼び出しを発行するプログラムなし
に発生することもできる。即ち、アドレス空間Ｂのプロ
グラムは基準空間に対しＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを送
出した場合、基準空間のプログラムによって最初に呼び
出されたアドレス空間Ａのプログラムによってアドレス
空間Ｂのプログラムが呼び出されたかを知ることは必要
でない。

【００３４】図２において、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
命令２００はｏｐコード２０２と第２のオペランドアド
レス（オペランド−２アドレス）２０４を有する。アド
レス２０４の長さは一般には３１ビットであり、右端の
２０ビットはＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ（ＰＣ）番号と
称される。ＰＣ番号は、エントリテーブル入口（ＥＴ
Ｅ）２０６を位置付けるためにＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬ
Ｌ命令の実行中に変換される。変換の際に、２０−ビッ
トのＰＣ番号はリンケージインデックス（ＬＸ）２０８
とエントリインデックス（ＥＸ）２１０の２つのフィー
ルドに分割される。リンケージインデックス２０８はリ
ンケージテーブル２１２に対するインデックスであり、
ＰＣ番号の左端の１２ビットによって示され、また、エ
ントリインデックス２１０はエントリテーブル２１４に
対するインデックスであり、ＰＣ番号の右端の８ビット
によって示される。リンケージテーブル２１２とエント
リテーブル２１４は、主記憶装置１０２内に存在するシ
ステム制御テーブルである。リンケージテーブル２１２
の起点（ＬＴＯ）２１６と長さ（ＬＴＬ）２１８は、制
御レジスタ５又は一次ＡＳＮ第２テーブルエントリ（一
次ＡＳＴＥ）のリンケージテーブル指示２２０によって
指定される（一次ＡＳＴＥの起点は制御レジスタ５内に
ある）。即ち、アドレス空間機能（ＡＳＦ）制御（制御
レジスタ０のビット１５）が０であると、リンケージテ
ーブル指示は制御レジスタ５から得られ、ＡＳＦが１で
あると、リンケージテーブル指示は一次ＡＳＴＥのバイ
ト１２乃至１５（ビット９６乃至１２７）から得られ
る。

【００３５】リンケージインデックス２０８は、リンケ
ージテーブル２１２からエントリ２２２を選択するため
にリンケージテーブル起点２１６と関連して使用され
る。特に、リンケージテーブルエントリ２２２の３１ビ
ットの実アドレスは、リンケージテーブル起点２１６の
内容の右側に７個のゼロを追加し、右端には２個のゼロ
と左端には１７個のゼロを追加したリンケージインデッ
クス２０８を加算することによって得られる。ビット位
置０へのけた上げは無視される。

【００３６】リンケージテーブルエントリ２２２の選択
の次に、リンケージテーブルエントリ２２２内に位置付
けられたエントリテーブル起点（ＥＴＯ）２２４は、エ
ントリテーブル２１４からエントリ２０６を選択するた
めにエントリインデックス２１０と関連して使用され
る。特に、エントリテーブル入口２０６の３１ビットの
実アドレスは、エントリテーブル起点２２４の右側に６
個のゼロを追加し、右端には５個のゼロと左端には８個
のゼロを追加したエントリインデックス２１０を加算す
ることによって得られる。ビット位置０へのけた上げ
は、あるにしても無視される。

【００３７】本発明の原理にしたがって、一実施例で
は、ＡＳＦは１であるので、３２バイトのエントリテー
ブル入口は、以下で説明されるようにタスク指名可能ユ
ニットの基準空間にＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供す
る際に使用される。（ＡＳＦが０であると、各エントリ
テーブル入口は１６バイトである。）３２バイトのエン
トリテーブル入口の一例は図３に示される。エントリテ
ーブル入口に対応付けられるビット（フィールド）の多
くは周知であり、したがって簡単に説明するのみとす
る。しかしながら、ビット１２９の「Ｂ」ビットは本発
明の原理にしたがってエントリテーブル入口に追加され
ており、このため以下で詳述される。

【００３８】図３を参照すると、本発明によってエント
リテーブル入口のフィールドは以下に示されたものを有
する。

【００３９】（ａ）許可キーマスク３００： ＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令を送出するプログラムが問題状態
にある場合にこのエントリポイント（入口点）を呼び出
すように許可されるかどうかを検査するためにビット０
乃至１５が使用される。許可キーマスクと制御レジスタ
３の現行プログラム状態語（ＰＳＷ）キーマスクとの論
理積をとり、その結果はすべてのゼロに対して検査され
る。結果がすべてゼロであると、特権命令例外が認識さ
れる。検査はスーパバイザ状態では実行されない。

【００４０】（ｂ）アドレス空間番号（ＡＳＮ）３０
２： ビット１６乃至３１は、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬ
Ｌスイッチング状態又はＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ現一
次子が発生すべきものかどうかを指定する。ビット１６
乃至３１がすべてゼロである場合、ＰＣ−ｃｐは指定さ
れる。ビット１６乃至３１はすべてがゼロではない場
合、ＰＣ−ｓｓは指定され、ビットは一次ＡＳＮに置き
換わるＡＳＮである。

【００４１】（ｃ）エントリアドレス指定モード（Ａ）
３０４： ビット３２は、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操
作の一部としてのアドレス指定モードビットである、現
ＰＳＷのビット３２に代わる。ビット３２がゼロである
場合、ビット３３−３９もまたゼロである必要があり、
そうでなければ、ＰＣ変換指定例外が認識される。

【００４２】（ｄ）エントリ命令アドレス３０６： 右
側にゼロが追加されたビット３３乃至６２は、ＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部としてＰＳＷの命令アドレ
スに代わる命令アドレスを形成する。

【００４３】（ｅ）エントリ問題状態（Ｐ）３０８：
ビット６３は問題状態ビットに置き換わり、現ＰＳＷの
ビット１５はＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令の一部とさ
れる。

【００４４】（ｆ）エントリパラメータ３１０： ビッ
ト６４乃至９５はＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部
としての汎用レジスタ４に置かれる。

【００４５】（ｇ）エントリキーマスク３１２： ビッ
ト９６乃至１１１は、ビット１３２のＰＳＷキーマスク
がゼロの場合、制御レジスタ３のＰＳＷキーマスクに論
理和されるか、又はビット１３２が１の場合、スタッキ
ングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部としての制御
レジスタ３のＰＳＷキーマスクに置き換わる。ビット９
６乃至１１１は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一
部としてＰＳＷキーマスクに論理和される。

【００４６】（ｈ）ＰＣ型ビット（Ｔ）３１４： ビッ
ト１２８は１の時に、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令が
スタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作を実行すべ
きであることを指定する。スタッキングＰＲＯＧＲＡＭ
・ＣＡＬＬ操作は、異なるアドレス空間に存在し、異な
るレベルの許可を有するプログラムを連係（リンク）す
ることができる。本発明の好ましい実施例において、基
準空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬはスタッキン
グＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬであり、従ってＴ＝１にな
る。

【００４７】ＰＣ型ビットがゼロの場合、ＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬ命令は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作
を実行する。

【００４８】（ｉ）ＰＣからＤＵまでの（ＰＣｔｏＤ
Ｕ）基準空間ビット（Ｂ）３１６：ビット１２９は、基
準空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬが実行される
べきか否かを指示するために本発明の原理にしたがって
エントリテーブル入口（エントリ）に加算されている。
ビット１２９がゼロに等しいと仮定すると、タスク指名
可能ユニットの基準空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡ
ＬＬは発生することにはならない。しかしながら、ビッ
ト１２９が１に等しいと、タスク指名可能ユニットの基
準空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬは発生し、対
応付けられる制御情報を伴った基準空間は以下に記載さ
れるように本発明によって識別される。好ましい一実施
例において、ビット３１６は、送出されたＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬがスタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
である場合にのみ有効であり、このためＴビット３１４
は１に等しい。

【００４９】制御プログラムサービスは、ＥＴＥ２０６
にＢビットを設定するために提供される。ビットの設定
方法は周知である。例えば、ＭＶＳにおいて制御プログ
ラムはＥＴＤＥＦ及びＥＴＣＲＥマクロを用いてビット
を設定する。

【００５０】（ｊ）ＰＳＷキー制御（Ｋ）３１８： ビ
ット１３１は１の時に、ビット１３６乃至１３９がスタ
ッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部としてＰ
ＳＷのＰＳＷキーに置換することを指定する。このビッ
トがゼロの場合、ＰＳＷキーはもとのままの状態であ
る。ビット１３１は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作
の際に無視される。

【００５１】（ｋ）ＰＳＷキーマスク（ＰＳＷ−ｋｅｙ
−Ｍａｓｋ）制御（Ｍ）３２０：ビット１３２は１の場
合、ビット９６乃至１１１がスタッキングＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬ操作の一部として制御レジスタ３のＰＳＷ
キーマスクに代わることを指定する。このビットがゼロ
の場合、ビット９６乃至１１１はスタッキングＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部として制御レジスタ３のＰ
ＳＷキーマスクに論理和される。ビット１３２は基本Ｐ
ＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の際には無視される。

【００５２】（ｌ）拡張許可インデックス（Ｅｘｔｅｎ
ｄｅｄ−Ａｕｔｈｏｒｉｚａｔｉｏｎ−Ｉｎｄｅｘ）制
御（Ｅ）３２２： ビット１３３は１である時、ビット
１４４乃至１５９がスタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡ
ＬＬ操作の一部として制御レジスタ８の現行拡張許可イ
ンデックスに代わることを指定する。このビットがゼロ
である場合、現行拡張許可インデックスはもとのままの
状態である。ビット１３３は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡ
ＬＬ操作の際に無視される。

【００５３】（ｍ）アドレス空間制御（Ａｄｄｒｅｓｓ
−Ｓｐａｃｅ−Ｃｏｎｔｒｏｌ）の制御（Ｃ）３２４：
ビット１３４は１である時、現ＰＳＷのビット１７が
スタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部とし
ての１に設定されることを指定する。このビットがゼロ
の時に、ビット１７はゼロに設定される。スタッキング
ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令が送出されると、ＣＰＵ
が一次空間モード又はアクセスレジスタモードの何れか
であるために、その結果としてビット１３４が１である
とＣＰＵはアクセスレジスタモードに置かれ、ビット１
３４がゼロであるとＣＰＵは一次空間モードに置かれ
る。ビット１３４は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作
の際に無視される。

【００５４】（ｎ）二次ＡＳＮ制御（Ｓ）３２６： ビ
ット１３５は１の時に、ビット１６乃至３１が新しい二
次ＡＳＮになり、また新しいＳＳＴＤが空間スイッチン
グ操作（ＰＣ−ｓｓ）によるスタッキングＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬの一部として新しいＰＳＴＤに等しく設定
されることを指定する。このビットがゼロの時に新しい
ＳＡＳＮとＳＳＴＤは呼び出しプログラムのＰＡＳＮと
ＰＳＴＤにそれぞれ等しいように設定される。ビット１
３５は、基本ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作とスタッキ
ングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬから現一次子までの（Ｐ
Ｃ−ｃｐ）操作の際には無視される。

【００５５】（ｏ）エントリキー（ＥＫ）３２８： ビ
ット１３６乃至１３９は、ＰＳＷキー制御のビット１３
１が１である場合にスタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡ
ＬＬ操作の一部としてＰＳＷのＰＳＷキーに置き換わ
る。ビット１３１がゼロの場合、ビット１３６乃至１３
９は無視され、現ＰＳＷキーはもとのままで変わらな
い。ビット１３６乃至１３９は基本ＰＲＯＧＲＡＭ・Ｃ
ＡＬＬ操作の際に無視される。

【００５６】（ｐ）エントリ拡張許可インデックス３３
０： ビット１４４乃至１５９は、拡張許可インデック
ス制御のビット１３３が１の時にスタッキングＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の一部として現拡張許可インデッ
クスである制御レジスタ８のビット０乃至１５に置き換
わる。ビット１３３がゼロの場合、ビット１４４乃至１
５９は無視され、現拡張許可インデックスはもとのまま
で変わらない。ビット１４４乃至１５９は基本ＰＲＯＧ
ＲＡＭ・ＣＡＬＬ操作の際に無視される。

【００５７】（ｑ）ＡＳＴＥアドレス３３２： ビット
１６乃至３１はすべてがゼロではない時、右側に６個の
ゼロが追加されたビット１６１乃至１８５は、ＡＳＮ変
換プロセスをビット１６乃至３１に適用することによっ
て生じる実ＡＳＮの二次テーブルエントリ（ＡＳＴＥ）
アドレスを形成する。ＰＣ−ｓｓがＡＳＴＥアドレスを
得るためにビット１６１乃至１８５を使用するか、又は
ＡＳＮ変換を用いるかは予測不能である。

【００５８】ビット３３乃至３９はビット３２がゼロの
場合ゼロでなければならず、さもなければ、ＰＣ変換指
定例外が認識される。

【００５９】この点において、本発明の原理に従ってア
ドレス空間から基準空間へのＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
命令の実行に戻って説明される。図２について既述され
たように、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ実行中にＰＣ番号
変換は、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令の第２のオペラ
ンドアドレスに対応するエントリテーブルの入口にアク
セスするために実行される。ＰＣ番号変換の実行の次
に、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬの実行が続けて行なわれ
る。

【００６０】図４には、現一次子に対するスタッキング
ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ（ＰＣ−ｃｐ）と空間スイッ
チングを有するスタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
（ＰＣ−ｓｓ）を実行するための図２に示されたステッ
プに追加して実行されるステップが述べられる。既に述
べられたように、Ｔビット３１４（ＥＴＥ２０６のビッ
ト１２８）が１に等しい場合、スタッキング操作が実施
されなければならない。ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令
の実行前に存在していたように、ＡＫＭ３００の値は４
０２において制御レジスタ３のＰＳＷキーマスク（ＰＫ
Ｍ）４０４との論理積をとられる。４０２における論理
積演算の結果としてすべてにゼロが示され、プログラム
が問題状態にある場合、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令
は許可されずにこの点に入り、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬ
Ｌ操作は終了する。他方、ビットの一つが４０２の論理
積演算において一致するか、又はプログラムがスーパバ
イザ状態にある場合、プログラムは許可されてこのエン
トリでＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを実行し、操作は継続
する。

【００６１】ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬが許可される
と、４０６のＰＳＷ、４０８のＥＡＸ、４０４のＰＫ
Ｍ、ＳＡＳＮの４１０及び４１２のＰＡＳＮは、ＰＲＯ
ＧＲＡＭ・ＣＡＬＬの前にこれらすべてが存在していた
ように、リンケージスタック上に置かれる。汎用レジス
タの内容、アクセスレジスタの内容及びＰＣ番号もま
た、リンケージスタック上に置かれるが、図示されてい
ない。アドレス指定モードビットＡ３０４とエントリ命
令アドレス３０６はそれぞれ４１４と４１６でＰＳＷに
置かれる。同様に、ＥＴＥ２０６のＰビット３０８とＣ
ビット３２４は、４１８と４２０でＰＳＷにそれぞれ置
かれる。Ｋビット３１８が１に等しい場合、ＥＴＥ２０
６のエントリキー（ＥＫ）３２８は４２２でＰＳＷのキ
ーに置かれる。Ｅビット３２２が１に等しい場合、エン
トリＥＡＸ（ＥＥＡＸ）３３０は制御レジスタ８の４２
４に置かれる。エントリパラメータ（ＥＰ）３１０は４
２６の汎用レジスタ４に置かれる。ＥＴＥ２０６のＭビ
ット３２０が１に等しい場合、エントリキーマスク（Ｅ
ＫＭ）３１２は制御レジスタ３の４２８においてＰＫＭ
に置き換わる。しかしながら、Ｍビット３２０が０に等
しいと、ＥＫＭ３１２は、論理和演算４３０によって制
御レジスタ３のＰＫＭに論理和される。ＰＣ−ｃｐ操作
が実行中であるか、又はスタッキングＰＣ−ｓｓが実施
中であって、Ｓビット３２６が０に等しい場合、４１２
のＰＡＳＮは制御レジスタ３の４３２でＳＡＳＮに置き
換わり、制御レジスタ１の４３４にあるＰＳＴＤは制御
レジスタ７のＳＳＴＤ４３６に置き換わる。スタッキン
グＰＣ−ｓｓが実施中であり、Ｓビットが１に等しい場
合、制御レジスタ３のＳＡＳＮ４３２は新しいＰＡＳＮ
によって置換され、制御レジスタ７のＳＳＴＤは新しい
ＰＳＴＤによって置換される。

【００６２】本発明の原理にしたがって、ＰＣからＤＵ
までの基準空間ビット３１６が１に等しいかどうかにつ
いて決定がなされ、参照番号４３８における「Ｂ＝１
？」のＩＮＱＵＩＲＹ（問い合わせ）を参照する。ＰＣ
からＤＵまでの基準空間ビットが１に等しくないと、現
一次子に対するスタッキングＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
又は空間スイッチングを備えたスタッキングＰＲＯＧＲ
ＡＭ・ＣＡＬＬの実行がＥＴＥ２０６のＡＳＮ３０２を
検査することによって続けて行なわれ、ＩＮＱＵＩＲＹ
４４０で「ＡＳＮ＝０？」が問われる。ＡＳＮ３０２が
０に等しい場合、ＰＣ−ｃｐ操作は実施中であり、この
地点で完了される。しかしながら、ＡＳＮ３０２が０に
等しくない場合、ＰＣ−ｓｓ操作は実施中であり、この
ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ実行を完了するために、アド
レス空間番号の第２のテーブルエントリ（ＡＳＴＥ）に
含まれる関連情報が得られ、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
命令のターゲット（目標）であるアドレス空間を定義す
る際に使用される。ＥＴＥ２０６のＡＳＮ３０２を用い
てＰＣ−ｓｓについてのＡＳＮ変換を実行するか、又は
ＥＴＥ２０６に位置付けられるＡＳＴＥアドレスを使用
するかのいずれかの方法によってＡＳＴＥは位置付けら
れる。

【００６３】ＩＮＱＵＩＲＹ４３８の「Ｂ＝１？」に戻
って、エントリテーブル入口２０６に存在するＰＣから
ＤＵまでの基準空間ビット３１６が１に等しい場合、本
発明の原理に従って、実行中のＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬ
Ｌ命令は、基準空間の現在実行中のタスク指名可能ユニ
ットにおけるアドレス空間から基準空間へのＰＲＯＧＲ
ＡＭ・ＣＡＬＬとなる。基準空間に対するＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬを完了させるために、基準空間を識別し
て、基準空間に対応付けられる制御情報を位置付け且つ
アクセスする必要がある。

【００６４】本発明の原理にしたがって、基準空間を識
別し、対応付けられる制御情報を検索する際に使用され
るパラメータは、タスク指名可能ユニットの制御テーブ
ル（ＤＵＣＴ）５００に位置付けられる（図５参照）。
各タスク指名可能ユニット又はタスク制御ブロックは対
応付けられるＤＵＣＴを有し、各ＤＵＣＴは実記憶装置
内に存在する。ＤＵＣＴ５００の開始は、ＤＵＣＴ起点
（ＤＵＣＴＯ）に６個のゼロを追加することによって指
定され、このＤＵＣＴ起点は制御レジスタ２のビット１
乃至２５に位置付けられる。ＤＵＣＴ５００のフォーマ
ットは本発明の原理にしたがって変更されるように、図
５に示される。

【００６５】図５を参照すると、ＤＵＣＴ５００は例え
ば、６４バイトの長さを有し、以下のフィールドを含む
ものであり、これらフィールド、即ち、「Ｓ」インディ
ケータ５０２、ＢＡＳＴＥＯ５０４、ＢＡＳＴＥＳＮ５
０６及びＢＡＳＮ５０８（これらすべては後述され
る）、は本発明にしたがって追加されている。

【００６６】「Ｓ」インディケータ５０２は、例えば、
ＤＵＣＴ５００のビット０に格納され、ＡＳＴＥ妥当性
検査（検定）及びＡＳＴＥＳＮ検査（後述）が実行され
るべきかどうかを指示するために使用される。

【００６７】ＢＡＳＴＥＯ５０４はＤＵＣＴ５００のビ
ット１乃至２５に位置付けられ、基準空間に対応付けら
れるアドレス空間番号の第２のテーブルエントリの起点
を表示する。一実施例において、６個のゼロがＢＡＳＴ
ＥＯの右側に追加されることによって、基準空間番号の
第２のテーブルエントリ（ＢＡＳＴＥ）の３１ビットの
実アドレスを形成する。

【００６８】ＢＡＳＴＥＳＮ５０６はＤＵＣＴ５００の
ビット１６０乃至１９１に位置付けられ、基準アドレス
空間番号の第２のテーブルエントリ連続番号を表わす。
例えば、ＭＶＳのもとで実行する場合に、基準アドレス
空間はホームアドレス空間に等しく、このためにタスク
指名可能ユニットが基準空間で実行中であり、基準空間
に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬが送出される場合、
基準アドレス空間（又はホームアドレス空間）は必然的
に利用できる。これは、基準空間（又はホーム空間）が
終了されると、タスク指名可能ユニットもまた終了され
るために真である。しかしながら、他のシステムでは、
基準空間はホーム空間と等しくないこともあり、このた
めに適切な基準空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ
を送出する前にその基準空間をまだ利用できるかどうか
を決定することは有利である（これはＡＳＴＥ検証及び
ＡＳＴＥＳＮ検査と称される）。この決定では、以下に
詳述されるように、ＢＡＳＴＥＳＮ５０６は「Ｓ」イン
ディケータ５０２とともに用いられる。

【００６９】ＢＡＳＮ５０８はＤＵＣＴ５００のビット
１９２乃至２０７に位置付けられ、基準アドレス空間番
号を表わす。ＢＡＳＴＥＯ５０４、ＢＡＳＴＥＳＮ５０
６及びＢＡＳＮ５０８は、ｄｕｃｔが生成されるとＤＵ
ＣＴ内に格納される。例えば、ＭＶＳでは、ホームＡＳ
Ｎの値は、例えば、ＡＴＴＡＣＨ処理の際にＢＡＳＮに
格納される。

【００７０】図６を参照して、本発明の原理による基準
空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬの実行に関する
説明が続けられる。既述されたように、基準空間がホー
ム空間と等しくないこうしたシステムにおいて、基準空
間にブランチングする前に基準空間がまだ利用できるか
どうかを知ることは有利である。このように、ＤＵＣＴ
５００に位置付けられる「Ｓ」インディケータ５０２
は、ＡＳＴＥ検証及びＡＳＴＥＳＮ検査を実行すべきか
どうか、即ち、ＩＮＱＵＩＲＹ６００では「Ｓ＝１
？」、を確認するために検査される。「Ｓ」が１に等し
くない場合、実行すべきＡＳＴＥ検証又はＡＳＴＥＳＮ
検査はなく、ステップ６０１の「検証／検査はない」こ
とになる。他方、「Ｓ」が１に等しい場合、ＡＳＮの第
２のテーブルインデックス（ＡＳＸ）無効ビットＩ（Ａ
ＳＴＥのビット０）は、ＡＳＴＥが有効であるか、即
ち、ＩＮＱＵＩＲＹ６０３の「ＡＳＴＥは有効か？」、
を確認するために検査される。無効ビットＩが１と等し
く、このためＡＳＴＥが無効である場合、プログラム割
り込みが発生し、ステップ６０５の「プログラム割り込
みを生成する」となる。無効ビットが０に等しく、それ
によってＡＳＴＥが有効である場合、ＡＳＴＥＳＮ検査
は実行される。即ち、ＢＡＳＴＥＳＮ５０６はＡＳＴＥ
に位置付けられるアドレス空間番号の第２のテーブルエ
ントリ連続番号（ＡＳＴＥＳＮ）と比較され、質問６０
７の「ＢＡＳＴＥＳＮ＝ＡＳＴＥＳＮ？」となり、これ
らが等しくない場合、プログラム割り込みが発生し、ス
テップ６０９の「プログラム割り込みを生成する」とな
る。ＢＡＳＴＥＳＮがＡＳＴＥＳＮに等しい場合、ＰＲ
ＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬの実行が継続し、ステップ６１１
の「プログラム呼び出しを続ける」となる。

【００７１】基準空間に対してＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬ
Ｌの実行を完了させるために、基準空間を識別し、一つ
以上の基準アドレス空間制御パラメータを位置付け且つ
アクセスすることが必要である。本発明の一実施例にお
いて、これは基準空間を識別し、アドレス空間番号の第
２のテーブル（ＡＳＮの第２のテーブル）６０２に位置
付けられた対応する制御情報にアクセスする際に使用す
べきＤＵＣＴから一つ以上の基準アドレス空間パラメー
タを検索することによって達成される。

【００７２】特に一例では、ＢＡＳＴＥＯ５０４はＤＵ
ＣＴ５００から検索され、ＡＳＮの第２のテーブル６０
２のエントリ６０４（ＡＳＴＥ）を得る際に使用される
実アドレスを形成するために６個のゼロがＢＡＳＴＥＯ
の右側に追加される。ＡＳＴＥ６０４に提供される情報
はＰＣ−ｓｓ実行を完了する際に使用される。特に、Ａ
ＳＴＥ６０４の許可インデックス（ＡＸ）６０６とＤＵ
ＣＴ５００のＢＡＳＮ５０８は、それぞれ６０８（Ａ
Ｘ）と６１０（ＰＡＳＮ）の制御レジスタ４に置かれ
る。さらに、ＡＳＴＥ６０４のセグメントテーブル指示
（ＳＴＤ）６１２は６１４（ＰＳＴＤ）の制御レジスタ
１に置かれる。さらにまた、ここに述べられた方法及び
システムがＥＳＡ環境（ＣＲ ０．１５＝１）に適用可
能であるので、実ＡＳＴＥアドレスはＰＡＳＴＥＯとし
ての６１６の制御レジスタ５に置かれる。

【００７３】ＤＵＣＴ５００に位置付けられるＢＡＳＴ
ＥＯ５０４を使用することによってＡＳＮの第２のテー
ブルのエントリを得るための上記方法が好ましいとされ
ているが、実ＡＳＴＥアドレスをＡＳＮ変換によって引
き出すことによってＡＳＴＥを得ることもまた可能であ
る。これは、ＢＡＳＮ５０８をＡＳＮの第１のテーブル
６１８内のインデックス（ＡＦＸ）６１７と、ＡＳＮの
第２のテーブル６０２内のインデックス（ＡＳＸ）６１
９と、に分割することによって達成される。インデック
ス６１７は、ＡＳＮの第１のテーブル６１８にエントリ
６２２の実アドレスを提供するために、ＡＳＮの第１の
テーブル（ＡＦＴＯ）６２０の起点に付加される。エン
トリ６２２はＡＳＮの第２のテーブル起点（ＡＳＴＯ）
６２４を有し、これはインデックス６１９と結合される
と、ＡＳＴＥ６０４を得る際に使用される実アドレスを
形成する。いったんＡＳＴＥ６０４がＡＳＮ変換によっ
て得られると、ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ実行は上述し
たように継続される。

【００７４】図２、図４及び図６に表され、且つここに
記載されているように、タスク指名可能ユニットの基準
空間に対するＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬのための関連ス
テップのすべてを実行した後で、本発明のＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬ実行が完了される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理に従ってタスク指名可能ユニット
の基準空間にＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬを提供するため
のシステムのハードウェア構成要素のブロック図の一例
を示す。

【図２】ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令のＰＣ番号変換
操作の論理的流れ図の一例を示す図である。

【図３】本発明の原理による３２バイトのエントリテー
ブル入口の一実施例を示す図である。

【図４】本発明の原理によるスタッキングＰＲＯＧＲＡ
Ｍ・ＣＡＬＬ命令の流れ図の一例を示す図である。

【図５】本発明の原理によるタスク指名可能ユニットの
制御テーブルのフォーマットの一例を示す図である。

【図６】本発明に従ってＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ実行
中にＡＳＴＥを位置付けするための流れ図の一例を示
す。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 カール エドワード クラーク アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州パ キプシ、バート ドライヴ 46 (72)発明者 ジェフリー アラン フレイ アメリカ合衆国12524、ニューヨーク州フ ィッシュキル、グリーンヒル ドライヴ 24エイ (72)発明者 マイケル ジェラルド モール アメリカ合衆国12540、ニューヨーク州ラ グランジヴィル、スクエア ウッズ ドラ イヴ 20

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 基準アドレス空間に別のアドレス空間か
   らアクセスするための方法であって、 （ａ）基準アドレス空間をアクセスすべきかどうかを決
   定するためにＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令によって位
   置付けられるインディケータを検査する工程と、 （ｂ）前記インディケータによって前記基準空間をアク
   セスすべきことが指示される場合、アクセスすべき基準
   空間を定義する際に使用するための制御テーブルから一
   つ以上のパラメータを検索する工程と、 （ｃ）基準空間を識別し、識別された基準空間の対応付
   けられる制御情報にアクセスするために前記検索された
   一つ以上のパラメータを使用する工程と、 を有する基準アドレス空間のアクセス方法。
2. 【請求項２】 前記検索工程は、タスク指名可能ユニッ
   ト制御テーブルから前記一つ以上のパラメータを検索す
   ることを有する請求項１に記載の基準アドレス空間のア
   クセス方法。
3. 【請求項３】 前記ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令は、
   エントリテーブル入口に前記インディケータを位置付け
   する請求項１に記載の基準アドレス空間のアクセス方
   法。
4. 【請求項４】 基準アドレス空間に別のアドレス空間か
   らアクセスするためのシステムであって、 （ａ）基準アドレス空間をアクセスすべきかどうかを決
   定するためにＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令によって位
   置付けられるインディケータを検査する手段と、 （ｂ）前記インディケータ手段によって前記基準空間を
   アクセスすべきことが指示される場合に、アクセスすべ
   き基準空間を定義する際に使用するための制御テーブル
   から一つ以上のパラメータを検索する手段と、 （ｃ）基準空間を識別し、識別された基準空間の対応付
   けられる制御情報にアクセスするために前記検索された
   一つ以上のパラメータを使用する手段と、 を有する基準アドレス空間のアクセスシステム。
5. 【請求項５】 前記検索手段は、タスク指名可能ユニッ
   ト制御テーブルから前記一つ以上のパラメータを検索す
   るための手段を有する請求項４に記載の基準アドレス空
   間のアクセスシステム。
6. 【請求項６】 前記ＰＲＯＧＲＡＭ・ＣＡＬＬ命令は、
   エントリテーブル入口に前記インディケータを位置付け
   する請求項４に記載の基準アドレス空間のアクセスシス
   テム。