JPH076115A - データ処理システムのソフトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方法、プロセッサ間の操作の同期化方法、及び複数の装置制御ブロックの付与方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 データ処理システムにおけるソフトウェアユ
ーザとハードウェアＡＤＭ機能との間でソフトウェア対
ソフトウェアのインタフェースとソフトウェア対ハード
ウェアのインタフェースを実行する。 【構成】 ソフトウェア対ハードウェアインタフェース
は、ＡＤＭＦ内の複数のコプロセッサ待ち行列の一つに
関連サブチャネルを入れるように実行されるＳＳＣＨ命
令のオペランドとして、ＡＯＢアドレスを含むＯＲＢを
生成する。ＡＤＭＦはＡＯＢを用いて要求されたページ
移動を実行し、ハードウェア対ソフトウェアインタフェ
ースに送られて関連ＡＤＭＦ要求をＡＤＭソフトウェア
要求待ち行列から除去し、別のユーザ要求による使用の
ための関連ＡＤＭ・ＵＣＢを自由にする、各要求の完了
と同時に割り込みを生成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、データ処理システムに
おいてプログラムによって要求されるページ移動要求
が、同システムにおけるハードウェア／マイクロコード
データ移動機能（ＡＤＭ機能と呼ばれる）にどのように
伝達されるかということ、及び同機能による要求の完了
がどのようにプログラムに戻るように伝達されるかとい
うことに関する。データは、同システムの主記憶装置
（ＭＳ）と拡張記憶装置（ＥＳ）との間で、又はそれら
装置の一方におけるＡＤＭ機能によってページ単位で複
写される。

【０００２】本件の明細書は、以下の既に出願済みの特
許出願を参照により本明細書に組み込むものであり、以
下の３件の従来技術は本件出願人に譲渡されている。 １．アメリカ特許出願、シリアル番号第０７／４２４、
７９７号、タイトル：複数の媒体において、又はそれら
の間においてページの複写を制御するための非特権的命
令における仮想アドレス指定を用いたプロセス。 ２．アメリカ特許出願、シリアル番号第０７／８１６、
９１７号、タイトル：非同期共用プロセッサのデータ・
ムーバ方法及び手段。 ３．アメリカ特許出願、シリアル番号第０８／０１２、
１８７号、タイトル：非同期データ機能のための負荷平
衡且つ連続可用性の再構成制御。

【０００３】

【従来の技術】拡張記憶装置（ＥＳ）は、プログラム実
行記憶レベル（主記憶装置）と電気／機械式ディスクド
ライブ記憶レベルの間のデータ処理システムの記憶階層
のすべての電子ランダムアクセス記憶レベルである。Ｅ
Ｓの主要な利点は、主記憶装置（ＭＳ）へと、及び主記
憶装置（ＭＳ）から、ディスクドライブよりもさらに高
速でその記憶データを転送できることである。ＥＳは電
子ディスクと類似性がある。

【０００４】ＭＳとＥＳは、それぞれが異なる種類の絶
対アドレス指定構造を有することによって区別される。
ＭＳアドレス指定構造は、バイトアドレス指定装置を使
用し、ＥＳアドレス指定構造は、Ｓ／３９０マシンにお
いて４０９６個のバイトを含むページアドレス指定装置
を使用するが、但し、多少他の機械構造であってもよ
い。ＭＳとＥＳは同一又は異なる物理的メモリパッケー
ジにパッケージ化（実装）されていてもよい。

【０００５】ＥＳは計算システムの共有資源であり、そ
の割り当ては、システム操作を管理するオペレーティン
グシステム（ＯＳ）制御プログラム、例えば、Ｓ／３７
０とＳ／３９０メインフレーム用ＩＢＭ多重仮想記憶装
置（ＭＶＳ）オペレーティングシステム、によって制御
されている。

【０００６】システム効率は、データがプログラムによ
ってすぐに要求されることになる場合、（ハードディス
クの代わりに）ＥＳ上にデータを記憶することによって
有効に改善される。ＥＳの使用によって、例えば、一つ
のプログラムのデータ結果がプログラムのシーケンスに
おける次のプログラムでの使用のためにＥＳに記憶され
る場合、システムの操作効率を有効に改善することが確
認されている。例えば、請求書作成プログラムは顧客に
送るための料金請求書を生成することができ、料金請求
書の結果は、続いて実行される在庫（インベントリ）更
新プログラムによって使用されるデータを包含して、在
庫から料金請求書の項目を削除することにより会社の在
庫を更新し、この後に続く発注プログラムは在庫管理プ
ログラムの結果を使用して、売られた在庫の補充等のた
めにベンダー（販売会社）に対する発注書を作成する。
プログラムのシーケンスを実行するための時間は、ハー
ドディスクの代わりにＥＳ上にプログラムデータ結果を
記憶することによって大幅に縮小され、その結果、コン
ピュータのプロセッサ速度を上昇させることなく、ビジ
ネス用のコンピュータ操作がより高速になる。

【０００７】多くのプログラムがＭＳに方向付けられる
仮想アドレス指定を使用するので、ＭＳに方向付けられ
る仮想アドレスを用いたプログラムによってＥＳが自動
的且つ透過式に使用可能であることが重要である。ＥＳ
アドレスは、ＥＳ用関連外部ページテーブルを有するＭ
Ｓページテーブルエントリによって間接的に付与され
る。ＥＳがＭＳ仮想アドレスによってアドレス指定する
方法によって、命令における要求されたＭＳ仮想アドレ
スによってＥＳが間接的にアクセスされることを可能に
し、ここではリクエスタがＥＳが使用中であることを感
知しないこともある。命令中の要求されたＭＳ仮想アド
レスを変換する際にＭＳ変換処理によってこのような間
接的な方法が提供される。

【０００８】ＭＳ仮想アドレスは、周知のセグメントの
集合と、オペレーティングシステムによって初期化され
且つ管理されるページテーブルを用いることによってＭ
Ｓ実記憶域のアドレスに変換される。仮想アドレスを使
用すると、仮想アドレス指定データがシステムの実記憶
域に実際に存在する場所をシステムのユーザに知らせな
いことによってシステムが保護される。

【０００９】仮想アドレス変換は、Ｓ／３７０又はＳ／
３９０データ処理システムでアドレス変換を実行するハ
ードウェア・ダイナミック・アドレス・変換機能（概し
てＤＡＴと呼ばれる）を用いることによって実行される
ことが多い。ＤＡＴ機能は、セグメントテーブルを位置
付け且つその長さを指定するセグメントテーブル指定
（ＳＴＤ）を最初に獲得することによってアドレス変換
を行なう。セグメントテーブルがそのＳＴＤを用いて位
置付けられた後に、仮想アドレス内のセグメントインデ
ックス（ＳＩ）（アドレス変換処理を受けている）をセ
グメントテーブル内のインデックスとして使用して、ペ
ージテーブル起点（ＰＴＯ）を含むエントリを検出し、
これを用いてページテーブルにアクセスする。次に、仮
想アドレス内のページインデックス（ＰＩ）はページテ
ーブル内のインデックスとして使用されて、要求される
ページテーブルエントリ（ＰＴＥ）のアドレスを獲得す
るものであり、これは、その有効ビットがオンに設定さ
れると、主記憶装置内の対応するページフレームの実ア
ドレスを包含する。ページアドレスは仮想アドレス指定
によるデータを獲得するためにアクセスされる。

【００１０】データの完全性及び安全性の理由のため
に、ＳＴＤ及び変換テーブルはオペレーティングシステ
ム（ＯＳ）以外のプログラムには使用できない。そこ
で、ＯＳとハードウェアのみがアドレス変換動作に必要
とされる。各変換の完了後、アドレス指定されたページ
フレームの絶対アドレスは通常、変換索引緩衝機構（バ
ッファ）（ＴＬＢ）に記憶され、そこから同一ページの
データに対する後の要求のために必要とされる変換処理
を再び実行することよりもはるかに高速で獲得すること
ができ、同じページのデータへの後の要求に対する複雑
な変換プロセスを再び実行する。データという用語は、
こうしたことから、現在実行可能な状態でない記憶域内
のプログラムを含んでいる。

【００１１】「ハイパー空間（hiperspaces)」の仮想概
念は、システム内の仮想アドレスを用いたプログラムに
よってＥＳの使用を非常に容易にしている。ハイパー空
間は、ＥＳ又はＤＡＳＤ内の実ページフレームのデータ
によって支援される仮想アドレス空間である。ハイパー
空間内のページフレームは、仮想アドレスの変換に応答
して、実行プログラムによって仮想アドレスを介して間
接的にアドレス指定される。

【００１２】仮想データ空間を含む仮想アドレス空間が
ＩＢＭ・ＭＶＳオペレーティングシステム内のプログラ
ムに割り当てられると、仮想空間内のページがプログラ
ム実行に必要とされるようになるまで、実記憶空間（例
えば、ＭＳ又はＥＳ内のページフレーム）はアドレス空
間には割り当てられず、次に、プログラムによってアク
セスされる仮想ページのみが割り当てられて、ＭＳ及び
ＥＳの少なくとも一方の実ページフレームを支援する。
このように、プログラムが仮想アドレスにおいて命令又
はデータを要求すると、ＭＳページフレームの割り当て
がＭＳ内の自由なページフレームを検出する仮想アドレ
ス変換処理によって行なわれ、そのアドレスは、有効状
態に設定される有効ビットを有するページテーブルエン
トリー（ＰＴＥ）に配置される。対応するＥＳページフ
レームの割り当ては、同じＰＴＥ内のＥＳ割り当てビッ
トとフラグによって行なうこともできる。

【００１３】（ソース位置にある）ＥＳページフレーム
内のデータを、（宛て先位置にある）ＭＳページフレー
ムに複写することによって、ページはＥＳからＭＳに移
動されたり、又はその反対に移動されて、通常はソース
位置にある元のページを消去することはない。

【００１４】先に出願された特許出願に教示された多数
の方法においてＥＳとＭＳとの間でデータは移動されて
いる。一つの方法は、前に引用されたアメリカ特許出願
シリアル番号第０７／４２４、７９７号に述べられ且つ
請求されている移動ページ命令（ＭＶＰＧ）を用いたも
のであり、ＭＳ及びＥＳ等のデータ処理システムにおけ
る２つのランダムアクセス電子記憶装置内、又はその間
において、ソース位置とシンク（宛て先）位置との間の
どちらの方向においてもデータのページを転送するため
に、ＭＳ仮想アドレスをどのようにして使用できるかを
教示している。そのアメリカ特許出願では、ソースとシ
ンクの位置は、同じ電子媒体又は異なる電子媒体にあっ
てもよく、データに対して最も重要な媒体はデータ処理
システムの主記憶装置（ＭＳ）と拡張記憶装置（ＥＳ）
であった。

【００１５】前述のアメリカ特許出願シリアル番号第０
７／４２４、７９７号のＭＶＰＧ命令における仮想アド
レス指定能力は、アメリカ特許第４４７６５２４号の発
明とは非常に異なるものである。後者のアメリカ特許に
よるページ・イン及びページ・アウトの各命令は、実の
ＭＳ及びＥＳアドレスを用いてＭＳとＥＳとの間でデー
タを移動させている。これら命令は仮想アドレス指定能
力を持たない。

【００１６】同期ページ転送処理は、前記第０７／４２
４、７９７号と第４４７６５２４号において述べられて
いる。同期動作は、ページ転送が完了されてから次の命
令が処理可能になるまで、要求プロセッサが待機するこ
とを要求する。

【００１７】１個のＡＤＭＦ共用プロセッサを用いた非
同期データムーバ機能（ＡＤＭＦ）は、前に引用された
アメリカ特許出願シリアル番号第０７／８１６、９１７
号に述べられ且つ請求されている。このＡＤＭＦは、デ
ータ処理システムの中央処理装置の要求により、ソース
位置とシンク位置との間でデータのページを連続的に転
送することができる。１個の処理装置の要求は、同一電
子媒体、又はＭＳ及びＥＳでもよい異なる電子媒体にお
いてソース位置からシンク位置へ任意の数のページが移
動されることを指定することができる。非同期動作は、
要求中の中央処理装置が他の命令を処理することがで
き、一方では、ＡＤＭＦ共用プロセッサが要求されたペ
ージを移動していることを意味する。即ち、要求中のプ
ロセッサは、ＡＤＭＦ共用プロセッサによって実行中の
要求されたページの転送とは別に、他の仕事を実行する
ことができる。このように、ＡＤＭＦ共用プロセッサ
は、中央処理装置によるプログラムの実行と並行して、
要求されたページの移動を制御する。

【００１８】ＭＳ／ＥＳデータムーバ機能（ＡＤＭＦ）
の重要な改良点は、前に引用されたアメリカ特許出願シ
リアル番号第０８／０１２、１８７号に述べられ且つ請
求されている。このアメリカ出願には、どのような方法
で複数の共用プロセッサが単一のＡＤＭ機能でＡＤＭＦ
要求を同時に処理するか、ＡＤＭＦ作業を有効に実行す
るためにどのような方法でＡＤＭＦ作業が共用プロセッ
サ間で再分配されるか、また、その共用プロセッサの中
の１個以上のプロセッサが故障を起こしたとしても、Ａ
ＤＭ機能がどのような方法で動作し続けることができる
か、について教示されている。同アメリカ特許出願はさ
らに、どのような方法でＡＤＭ機能の共用プロセッサが
システム内の中央処理装置からのＡＤＭＦ要求とＩ／Ｏ
要求をともに並行して処理可能であるかを教示してい
る。

【００１９】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、デー
タ処理システムにおけるソフトウェアユーザとハードウ
ェアＡＤＭ機能（ＡＤＭＦ）との間でソフトウェア対ソ
フトウェアのインタフェース、及びソフトウェア対ハー
ドウェアのインタフェースを実行することである。

【００２０】

【課題を解決するための手段】本発明の一つの態様（請
求項１に対応）は、データ処理システムのソフトウェア
ユーザによってハードウェアデータ移動機能（ＡＤＭ
Ｆ）を制御する方法であって、パラメータ制御リスト、
及び２つの仮想アドレス空間の間でデータを移動させる
ための１つ以上のデータ移動仕様を含むページ移動テー
ブルから成るユーザソフトウェアプログラムによってＡ
ＤＭＦ要求を付与する工程を有し、パラメータ制御リス
トは、仮想アドレス空間が同一又は異なる媒体上のデー
タによって支援されるかどうかについてのインディケー
タと、アドレス空間の１つに対するデータ転送の方向に
関するインディケータを含み、各データ移動仕様は、移
動したデータの位置を指定するためのデータ処理システ
ムの主記憶域におけるソース仮想アドレスと宛て先仮想
アドレスを含み、パラメータ制御リストとページ移動テ
ーブルからＡＤＭＦ制御ブロック（ＡＣＢ）を構築する
工程を有し、ＡＤＭ要求待ち行列のＡＤＭ要求要素（Ａ
ＲＥ）をＡＤＭＦ制御ブロックに割り当て、記憶域にお
いてＡＯＢを位置付けるためのＡＯＢポインタを要素に
書き込む工程を有し、ＡＲＥをＡＤＭＦ要求待ち行列に
入れる工程を有し、ＡＲＥポインタを関連ＵＣＢに書き
込むことによって装置制御ブロック（ＵＣＢ）をＡＲＥ
に関連付ける工程を有し、ＵＣＢはＡＤＭＦサブチャネ
ルを表示し、開始サブチャネル（ＳＳＣＨ）命令のオペ
ランドとして操作要求ブロック（ＯＲＢ）を形成し、Ａ
ＯＢのアドレスをＯＲＢに配置する工程を有し、データ
処理システム内のプロセッサによってＳＳＣＨ命令を実
行することによって、ＵＣＢに関連付けられるサブチャ
ネルをＡＤＭＦ内のＡＤＭＦ待ち行列に配置する工程を
有する、データ処理システムのソフトウェアユーザによ
るハードウェアデータ移動機能の制御方法である。

【００２１】また、本発明の別の一態様（請求項２に対
応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、データ処理システムの主記憶域によってユ
ーザプログラムを有する仮想アドレス空間の１つを支援
し、データ処理システムの主記憶域以外のランダムアク
セス記憶域によって他の仮想アクセス空間を支援する工
程をさらに有する。

【００２２】さらに、本発明の別の一態様（請求項３に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＲＥがＡＤＭ・ＵＣＢに割り当てられ
ると、ＡＲＥの活動フラグを活動状態に設定する工程を
さらに有するとともに、活動フラグはＡＲＥがＡＤＭ・
ＵＣＢに割り当てられていない間は非活動状態にある。

【００２３】また、本発明の別の一態様（請求項４に対
応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、ＵＣＢに関連付けられるＡＤＭＦ作業要求
の完了又は失敗と同時にＡＤＭＦによって割り込み信号
を生成し、記憶域の所定の割り込み位置においてＵＣＢ
に関連付けられるＵＣＢとＡＯＢの少なくとも一方の識
別を記憶する工程と、ＵＣＢにアクセスし、ＵＣＢ内の
ＡＲＥポインタを獲得して、割り込み信号によって信号
が送られるＡＤＭＦによって完了した作業に関連付けら
れるＡＲＥを位置付ける工程と、ＡＤＭＦ要求待ち行列
からＡＲＥを除去して、他のＡＤＭＦ要求による使用の
ためにＵＣＢを自由にする工程と、をさらに有する。

【００２４】また、本発明の別の一態様（請求項５に対
応）は、請求項４記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、ユーザソフトウェアプログラムのＡＤＭＦ
要求によって表現されるＡＤＭＦ作業の実行の成功又は
失敗に関するインディケータをユーザソフトウェアプロ
グラムに戻す工程をさらに有する。

【００２５】また、本発明の別の一態様（請求項６に対
応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、異なるＡＤＭＦサブチャネルを表現するた
めの複数のＡＤＭ・ＵＣＢを生成する工程をさらに有
し、各ＡＤＭ・ＵＣＢは、ＡＤＭ・ＵＣＢがユーザソフ
トウェアプログラムによりＡＤＭＦ要求に関連付けられ
てない場合に自由な状態にあり、ユーザソフトウェアプ
ログラムによるＡＤＭＦ作業要求に関連付けるために自
由なＡＤＭ・ＵＣＢを選択する工程をさらに有する。

【００２６】また、本発明の別の一態様（請求項７に対
応）は、請求項６記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、ユーザソフトウェア要求を表現するＡＯＢ
の位置付けを可能にするポインタをＡＤＭ・ＵＣＢに書
き込むことによってＡＤＭ・ＵＣＢとユーザソフトウェ
ア要求との関連付けを行なう工程をさらに有する。

【００２７】また、本発明の別の一態様（請求項８に対
応）は、請求項６記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、複数のＡＤＭ・ＵＣＢをＡＤＭ・ＵＣＢ待
ち行列に連鎖する工程と、ＡＤＭ要求待ち行列にＡＤＭ
要求要素（ＡＲＥ）を位置付けるためのＡＤＭ・ＵＣＢ
の１つにアンカーポインタを書き込む工程と、アンカー
ポインタによって位置付けられるＡＲＥからのすべての
ＡＲＥを連鎖する工程と、をさらに有する。

【００２８】また、本発明の別の一態様（請求項９に対
応）は、請求項７記載のデータ処理システムのソフトウ
ェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方
法において、次のＡＤＭ・ＵＣＢを位置付けるための各
ＡＤＭ・ＵＣＢのポインタをＡＤＭ・ＵＣＢ待ち行列に
書き込み、最後のＡＤＭ・ＵＣＢのポインタをアンカー
ＡＤＭ・ＵＣＢを位置付けるためのＡＤＭ待ち行列に書
き込むことによって、ＡＤＭ・ＵＣＢ待ち行列において
連鎖を実行する工程と、データ処理システムの記憶域に
おける所定の位置にアンカーポインタに対するアドレス
を提供する工程と、をさらに有する。

【００２９】また、本発明の別の一態様（請求項１０に
対応）は、請求項８記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＤＭＦサブチャネルを各ＡＤＭ・ＵＣ
Ｂに結合し、各サブチャネルをＡＤＭＦ内のＡＤＭＦ待
ち行列に関連付ける工程と、ユーザソフトウェアプログ
ラムのＡＤＭＦ要求に対して選択されているＡＤＭ・Ｕ
ＣＢに応答して各ＡＤＭＦサブチャネルを関連ＡＤＭＦ
待ち行列に入れる工程と、をさらに有する。

【００３０】また、本発明の別の一態様（請求項１１に
対応）は、請求項７記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＤＭＦサブチャネルを識別するための
ＡＤＭＦサブチャネル識別子をＡＤＭ・ＵＣＢに書き込
むことによってＡＤＭＦサブチャネルをＡＤＭ・ＵＣＢ
に対し結合する工程をさらに有する。

【００３１】また、本発明の別の一態様（請求項１２に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、各ＡＯＢと関連ＡＲＥを１つの制御ブロ
ックに結合する工程をさらに有する。

【００３２】また、本発明の別の一態様（請求項１３に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、データ移動テーブルに付与される複数の
データ移動仕様からＡＯＢを生成する工程をさらに有す
るとともに、各データ移動仕様は仮想アドレス空間に連
続的に位置付けられる多数のデータブロックを指定す
る。

【００３３】また、本発明の別の一態様（請求項１４に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、パラメータ制御リストと、ユーザソフト
ウェアプログラムのＡＤＭＦ要求を表現するためのデー
タ移動テーブルにユーザ仮想アドレスのみを付与する工
程をさらに有する。

【００３４】また、本発明の別の一態様（請求項１５に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＯＢの仮想アドレスを変換し、結果と
して変換されたＡＯＢアドレスを開始サブチャネル命令
のためのＯＲＢに配置することによって、サブチャネル
を関連ＡＤＭＦ待ち行列に入れることを可能にする。

【００３５】また、本発明の別の一態様（請求項１６に
対応）は、請求項１５記載のデータ処理システムのソフ
トウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制
御方法において、ＡＯＢによって表現されるＡＤＭＦ作
業要求を実行するためのＡＯＢにおける仮想アドレスを
ＡＤＭＦによって変換する工程をさらに有する。

【００３６】また、本発明の別の一態様（請求項１７に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＯＢが生成されている場合にＡＤＭ応
答ブロック（ＡＲＢ）を各ＡＯＢに追加する工程と、関
連ＡＤＭＦ作業要求が正常に完了したかどうか、さらに
ＡＤＭＦ作業要求の実行中にエラー状態が検出されたか
どうか、を表示するための割り込みデータをＡＤＭＦに
よってＡＲＢに記入する工程と、ＡＤＭＦ作業要求のた
めのＡＤＭＦによって処理が終了される場合に記憶域の
所定の割り込み領域にＡＲＢを複写する工程と、をさら
に有する。

【００３７】また、本発明の別の一態様（請求項１８に
対応）は、請求項１７記載のデータ処理システムのソフ
トウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制
御方法において、ＡＤＭＦ作業要求に対して移動された
データブロックのカウントをＡＤＭＦによってＡＲＢに
さらに記入する工程をさらに有する。

【００３８】また、本発明の別の一態様（請求項１９に
対応）は、請求項１７記載のデータ処理システムのソフ
トウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制
御方法において、ＡＤＭＦ作業要求の実行中にエラー状
態を有することが検出されるソース及び宛て先の少なく
とも一方のデータブロックの記憶位置をＡＲＢにさらに
記入する工程をさらに有する。

【００３９】また、本発明の別の一態様（請求項２０に
対応）は、請求項１記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ＡＯＢのヘッダ領域に、ＡＯＢが生成さ
れている場合、ＡＤＭＦによる実行のための連続データ
移動仕様の部分集合を記述する工程をさらに有するとと
もに、その部分集合はＡＯＢにおけるすべてのデータ移
動仕様と等しいか、又は小さいことを特徴とする。

【００４０】また、本発明の別の一態様（請求項２１に
対応）は、請求項２記載のデータ処理システムのソフト
ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
方法において、ハイパー空間を、ランダムアクセス電子
拡張記憶域（ＥＳ）におけるデータブロックによって支
援される他の仮想アクセスとして付与し、ハイパー空間
と、データ処理システムの主記憶域におけるデータブロ
ックによって支援されるユーザアクセス空間の内部、又
はそれらの間でデータブロックを転送する工程をさらに
有するとともに、各データ転送は、ハイパー空間とユー
ザアドレス空間の内部、又はそれらの間にあるものとし
てユーザによって視認されるとはいえ、補助記憶域の内
部又はそれらの間で物理的に生じることを特徴とする。

【００４１】また、本発明の別の一態様（請求項２２に
対応）は、請求項２１記載のデータ処理システムのソフ
トウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制
御方法において、すべてのハイパー空間を含むすべての
仮想アドレス空間と、仮想アドレス空間のためのすべて
の補助記憶域を、データブロックを含むための均等サイ
ズページに分割する工程をさらに有する。

【００４２】また、本発明の別の一態様（請求項２３に
対応）は、請求項１０記載のデータ処理システムのソフ
トウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制
御方法において、前記待ち行列に入れる工程は、ＡＤＭ
Ｆ待ち行列の１つをＡＤＭＦ作業待ち行列として選択す
ることと、すべてのＡＤＭＦサブチャネルからのすべて
のＡＤＭＦ要求をＡＤＭＦ作業待ち行列に入れること
と、を有する。

【００４３】また、本発明の別の一態様（請求項２４に
対応）は、ページ（データブロック）が移動中である間
は無効にされることのないように、（実行記憶域以外
の）ランダムアクセス記憶域によって支援されるページ
を移動するためのデータ処理システムにおいて仮想アド
レス指定を用いるプロセッサ間の操作を同期化する方法
であって、データ処理システムの記憶域に同期化フィー
ルドを提供する工程を有し、前記同期化フィールドはシ
ステムの各プロセッサごとに複数のビット位置を含み、
各プロセッサごとの複数のビット位置は、関連プロセッ
サがページを移動する工程中であるか、ページを無効に
する工程中であるか、又はエラー再試行状態にあるか、
を表示し、他のプロセッサがページを無効にするか、又
は移動させる工程中であることの表示に対してページを
無効、又は移動させることに関し、プロセッサによって
同期化フィールドの状態を検査する工程を有し、同期化
フィールドによってページを無効にしたり、又は移動さ
せていることが表示されるプロセッサがない場合、プロ
セッサがページを無効にさせたり、移動させたりする前
に（他のプロセッサとわずかに一致させて）同期化フィ
ールドにビット位置を設定する工程を有し、同期化フィ
ールドにおいてページを無効にしたり、又は移動させる
工程中にあるように表示されるプロセッサが他に１つも
ない場合、ページを無効にしたり、又は移動させる工程
を有する、プロセッサ間の操作の同期化方法である。

【００４４】また、本発明の別の一態様（請求項２５に
対応）は、関連特殊サブチャネル（ＳＣＨ）をそれぞれ
表現するための複数のＵＣＢ（装置制御ブロック）を付
与する方法であって、記憶サブチャネル命令を実行し
て、各サブチャネルからのデータをＳＣＨＩＢ（サブチ
ャネル情報ブロック）に複写する工程と、ＳＣＨＩＢが
ＡＤＭ・ＳＣＨを表現するかどうかを表示するためのＳ
ＣＨＩＢに複写されるタイプフィールドを検出する工程
と、ＡＤＭ・ＳＣＨを表現するために検出される各ＳＣ
ＨＩＢごとにＡＤＭ・ＵＣＢを構築する工程と、割り当
てられるたＵＣＢに関連付けられるＳＣＨを用いるデー
タ処理システムにおいてハードウェアデータ移動機能
（ＡＤＭＦ）によって実行されるべき作業に対するソフ
トウェア要求にＵＣＢを割り当てることのできるＡＤＭ
・ＵＣＢ待ち行列にＡＤＭ・ＵＣＢを連鎖する工程と、
を有する複数の装置制御ブロックの付与方法である。

【００４５】本発明は、データ処理システムにおけるソ
フトウェアユーザとハードウェアＡＤＭ機能（ＡＤＭ
Ｆ）との間でソフトウェア対ソフトウェアのインタフェ
ースとソフトウェア対ハードウェアのインタフェースを
実行する。ソフトウェアユーザは、アプリケーションプ
ログラム、又は、システム性能を向上させるためにシス
テムにおいて拡張記憶域（ＥＳ）を使用する必要性を有
するプログラミングサブシステムを含む。ユーザは、デ
ータ空間及びアドレス空間等の別の種類の仮想アドレス
空間と同様、ＥＳにアクセスするためにここに既述され
た仮想アドレス空間の「ハイパー空間」式を暗黙的に使
用していることもある。

【００４６】仮想空間の各ユーザは、仮想アドレス空間
識別子を用いて仮想アドレス空間を指定することもで
き、こうした識別子はＳ／３９０アーキテクチャにおい
てＡＬＥＴ（アクセスリストエントリトークン(Access
List Entry Token))と呼ばれる。ＡＬＥＴがプログラム
実行において使用される場合、それはシステムによって
セグメントテーブル説明（Segment Table Description:
ＳＴＤ）に変換される。

【００４７】各仮想アドレスは、ＡＬＥＴ又はＳＴＤ、
及びＯＦＦＳＥＴ（オフセット）によって定義されるも
のとして考えることもできる。ＡＬＥＴ又はＳＴＤはア
ドレス空間を識別する。ＯＦＦＳＥＴはアドレス空間の
開始からアドレス空間内のアドレス指定された目的（オ
ブジェクト）の開始までの連続バイトの数を表示する。
ＭＳでは、アドレス指定された目的はバイトであり、Ｅ
Ｓでは、アドレス指定された目的はページである。

【００４８】ソフトウェア対ソフトウェアのインタフェ
ースへの各ユーザ要求は、ソフトウェア対ソフトウェア
のインタフェースに送られるユーザによって生成される
リスト内のある任意の数であるＫまでのページ移動仕様
の数を指定することもできる。リスト内の各項目は、ソ
ースアドレス、宛て先アドレス、及びソースアドレスか
ら宛て先アドレスまで移動される多数の連続ページを指
定する。データ移動操作のためのソース及び宛て先仮想
アドレスは２つの異なるアドレス空間にあってもよく、
そうでなければ、同じアドレス空間内にあってもよい。
連続仮想ページは連続仮想アドレスを有する。連続仮想
ページアドレスに割り当てられる実ページフレームは、
実記憶域、ＭＳ、又はＥＳにおいて非連続的（分散的）
であってもよい。

【００４９】本発明はこの移動要求のリストを、指定さ
れた移動を実行するためにＡＤＭＦハードウェア機能を
指示する一続の移動仕様ブロック（ＭＳＢ）に変換す
る。一続のＭＳＢはＡＤＭＦ操作ブロック（ＡＯＢ）の
一部としてパッケージ化され、ここで制御情報は追加さ
れ、ソフトウェア対ハードウェアのインタフェースの一
部とされる。このように、各ＡＯＢは、ソース及び宛て
先の各アドレス、記憶キー、アクセスリストエントリト
ークン（ＡＬＥＴ）又は（仮想アドレス指定が仕様され
る場合）それらのＳＴＤ、許可インディケータ、及びそ
の他のパラメータ、を含む。

【００５０】ＡＤＭＦハードウェアの操作がコンピュー
タシステムで開始可能とされる前に、ソフトウェア対ソ
フトウェアのインタフェースとソフトウェア対ハードウ
ェアのインタフェースはセットアップされ且つ初期化さ
れなければならない。

【００５１】ＡＤＭＦインタフェース構造をセットアッ
プするための第１の要件は、ＡＤＭＦハードウェア機能
とオペレーティングシステムソフトウェアとの間の相互
通信に使用されるサブチャネル（ＳＣＨ）を表示するた
めのＮ個の数のＡＤＭＦ制御ブロック（ＵＣＢと呼ぶ）
をセットアップすることである。Ｎは予想されるＡＤＭ
Ｆ要求作業負荷（リクエスト・ワークロード）、ＡＤＭ
機能におけるＡＤＭＦプロセッサの数、ＡＤＭＦコプロ
セッサの速度等によって決定する１以上の整数である。
一般に、ＡＤＭＦハードウェアの最も有効な動作を得る
ために、Ｎは１より大きな数に選択され、ＡＤＭＦコプ
ロセッサの数に等しいか、又はそれよりも大きい。また
一般に、Ｎの値が高くなればなるほど、ＡＤＭＦ動作
は、これ以上の利益が生じないとする程度を越えるある
実用的限界に達するまでさらに効率的になる。このよう
に、Ｎが所与のＡＤＭ機能に対するある特定値に達した
後で減少復帰が生じる。Ｎは、任意の時間にソフトウェ
アとハードウェアとの間で未解決の可能性がある並行要
求の数である。

【００５２】ＡＤＭＦサブチャネル（ＡＤＭＦ・ＳＣ
Ｈ）は、システムにおけるソフトウェアＡＤＭＦインタ
フェースに対するハードウェアＡＤＭＦエンティティ
（実体又は構成要素）を表示する。各ＡＤＭＦ・ＳＣＨ
は、ＩＢＭ・ＥＳ／９０００、３０９０、及び先のＳ／
３７０システムにおいて使用される周知のＩ／Ｏ・ＳＣ
Ｈと同様に構成される。但し、ＡＤＭＦ・ＳＣＨは、Ａ
ＤＭＦ・ＳＣＨを表示するために新しい種類のＳＣＨの
定義等、前記Ｉ／Ｏ・ＳＣＨにおいては検出されない新
規制御フィールド、を追加する。各ＳＣＨ定義（Ｉ／Ｏ
及びＡＤＭの両方に対する）は、Ｓ／３７０及びＳ／３
９０コンピュータにおけるシステム完全性の理由によ
り、コンピュータシステムの保護されたシステム記憶域
に位置付けられ、これはシステムのプロセッサによって
実行可能なマイクロコードにアクセス可能であるにすぎ
（ず、ソフトウェアにはアクセスでき）ない。

【００５３】しかしながら、本発明は、ＳＣＨがソフト
ウェア又はマイクロコードレベルで符号化されるかどう
かについては関係なく、非Ｓ／３７０又は非Ｓ／３９０
コンピュータ環境においてマイクロコード又はソフトウ
ェアレベルで符号化されて作動されるＳＣＨで共に動作
することができる。（ＳＣＨはＳ／３７０又はＳ／３９
０コンピュータ環境においてマイクロコードレベルで符
号化される。）しかしながら、例えば、システムＩ／Ｏ
操作を故障させることもあるＳＣＨへのソフトウェアワ
イルド記憶を防止するために、ＳＣＨに対するシステム
完全性考慮が完全に支援される場合、最適長期システム
操作が生じることになると予想される。

【００５４】それにもかかわらず、本発明の実施におけ
るシステム完全性の問題はその複雑性、例えば、特にＡ
ＤＭＦ・ＳＣＨを処理する際にどのくらいのオーバヘッ
ドが要求されるかという点、に影響を及ぼす。例えば、
完全性の高いシステムは複雑性のあるレイヤを用いるこ
とによって、ユーザは間接的にＳＣＨを変更することが
できるにすぎない。しかしながら、完全性の低いシステ
ムでは、ユーザは直接的に（複雑性のあるレイヤを避け
る）ＳＣＨを変更し、外見上の（但し、必ずしも実でな
い）システムのコストを低減することができる。

【００５５】結果として、本発明はまた、オペレーティ
ングシステムソフトウェアが直接的にＳＣＨにアクセス
することを可能にするシステム完全性の低い他のコンピ
ュータアーキテクチャ（好ましい実施例では使用されな
い）で使用することもできる。さらに、本発明で使用さ
れるプロセスは対応して簡略化されるものであり、これ
はソフトウェアによるＳＣＨに対する直接的なアクセス
を可能にするために、ＵＣＢが必要とされないからであ
る。

【００５６】このため、Ｎ個の数のＡＤＭＦ・ＳＣＨ
は、新しい型のＳＣＨ（ＡＤＭＦ型）が提供されてＡＤ
ＭＦ型を表示するように設定される場合を除き、従来の
Ｉ／Ｏ・ＳＣＨが生成されるのと同じような方法でシス
テム内に最初に生成される。タイプフィールドにおける
ゼロの値は、それがＩ／Ｏ型であることを表示する。シ
ステムが初期化されるとＳＣＨが生成されるとはいって
も、新しいＩ／Ｏ及びＡＤＭＦ・ＳＣＨはシステムが作
動中になった後において動的に生成されることもある。
しかしながら、動的に生成されたＳＣＨは、システムが
その次の初期プログラムロード（ＩＰＬｅｄ）操作を有
するまで作動可能とされなくてもよい。

【００５７】Ｎ個の数のＡＤＭＦ・ＳＣＨは、ＡＤＭＦ
ソフトウェアインタフェースが作動される前に生成され
る。好ましい実施例は、システムのマイクロコードレベ
ルで構成されるＡＤＭＦ・ＳＣＨを使用し、識別された
ＳＣＨにおけるフィールドの幾つか（但し、全部でな
い）を読み取って変更するためにソフトウェアにマイク
ロコードを要求させることのできる特殊命令を使用す
る。ＩＢＭ・Ｓ／３７０及びＳ／３９０の各アーキテク
チャにおいて、これら特殊命令は、例えば、「ＳＣＨの
記憶（Store SCH)」及び「ＳＣＨの変更（Modify SC
H）」命令を含み、これらはＩＢＭエンタープライズシ
ステムズアーキテクチャ／３９０操作の原則（IBM Ente
rprise Systems Architecture/390 Principles of Oper
ation)において定義されている。これら命令によって、
ソフトウェアはＳＣＨ情報のコピーをマイクロコードか
ら要求することができ、ＳＣＨ制御ブロック内のフィー
ルドの幾つか（但し、全部ではない）を変更することが
できる。「ＳＣＨの記憶」命令は、ＳＣＨＩＢ（サブチ
ャネル情報ブロック）と呼ばれるソフトウェア制御ブロ
ックを記憶する。この命令は識別されたＳＣＨから獲得
される所定の情報を含む。「ＳＣＨの変更」命令は、オ
ペレーティングシステムによって変更されたＳＣＨＩＢ
から、識別されたＳＣＨにおける幾つかのフィールドへ
情報を複写するために逆方向に動作する。

【００５８】ＳＣＨは、ソフトウェアによるアドレス指
定ができないことにより、ユーザインタフェースより下
にあると考えられ、ＳＣＨＩＢは、それらがソフトウェ
アによってアドレス指定可能とされる場合、ユーザイン
タフェースより上にあると考えられる。「ＳＣＨの記
憶」命令の後のＳＣＨＩＢの内容は、アドレス指定され
たＳＣＨ、例えば、Ｉ／Ｏ、又はＡＤＭＦの型を表示す
る。

【００５９】ソフトウェアは、各ＡＤＭＦ・ＳＣＨごと
にＡＤＭＦ・ＵＣＢ（装置制御ブロック）をセットアッ
プすることによって、ソフトウェアが各ＡＤＭＦ・ＳＣ
Ｈを表現することを可能にする。ＡＤＭＦ・ＳＣＨは、
ＡＤＭＦ操作の呼び出し及び終了のためのハードウェア
とソフトウェアとの間の通信ビークルである。ハードウ
ェア−ソフトウェア相互通信における特定のＡＤＭＦ操
作を独自に識別するために使用できるものが共通識別子
である。ソフトウェアに対しアクセス可能なＵＣＢ（装
置制御ブロック）の集合を有することによって、ＡＤＭ
Ｆ・ＳＣＨがハードウェアＡＤＭＦによる実行のために
アクセスされる前に、ユーザ要求とＳＣＨとの関連付け
を行ない且つ処理することができる。

【００６０】ソフトウェアによるＡＤＭＦ・ＵＣＢの初
期構築の際に、ＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢ（サブチャネル情
報ブロック）は、ここに述べられる好ましい実施例によ
って使用されるＳ／３９０コンピュータアーキテクチャ
の既述された完全性の局面のために、ＡＤＭＦ・ＳＣＨ
の各々を検出するためのソフトウェアによって使用され
る。他のアーキテクチャにおいて、本発明で使用される
ものとしてＵＣＢの必要性を除去するために、ＳＣＨを
直接的に使用することもできる。

【００６１】このように、「ＳＣＨの記憶」（ＳＴＳＣ
Ｈ）命令はＳＣＨを照会するために使用される。アドレ
ス指定されたＳＣＨのタイプフィールドは識別されたＳ
ＣＨＩＢにおいて検査される（これは、対応するＵＣＢ
を構築するために必要なサブチャネル情報に対するバッ
ファとして使用される）。システム内のすべてのＳＣＨ
は、すべての可能なＳＣＨ識別子を介してＳＴＳＣＨ命
令をループし、ＡＤＭＦ型に対するＳＣＨＩＢで受信さ
れるＳＣＨタイプフィールドを検査することによって照
会される。システムにおける大部分のＳＣＨはＩ／Ｏ型
であると思われ、これらはそれぞれに対して生成された
Ｉ／Ｏ・ＵＣＢを有することになる。これは、検出され
たＡＤＭＦ・ＵＣＢのみが本プロセスに関連があるため
に、ここでは説明されない。

【００６２】各々の構築されたＡＤＭＦ・ＵＣＢは、含
まれているＵＣＢが後に割り当てられてハードウェア機
能に対するＡＤＭＦ作業要求を表示することのできるソ
フトウェアＡＤＭＦ・ＵＣＢ待ち行列に配置される。第
１に生成されるＵＣＢはＵＣＢ待ち行列のアンカーとさ
れ、さらに各々の続いて構築されるＵＣＢはポインタに
よって次に生成されるＵＣＢに連鎖される。ＡＤＭＦ・
ＵＣＢ待ち行列の最後のＵＣＢは、アンカーＵＣＢをア
ドレス指定するポインタを受信する。このように、ＡＤ
ＭＦ・ＵＣＢ待ち行列の各々のＡＤＭＦ・ＵＣＢはシス
テム内の異なるＡＤＭＦ・ＳＣＨに関連付けられる。第
１のＵＣＢもまた、ＡＤＭＦ要求要素（ＡＲＥ）に対す
る第１の位置に対するポインタをその中に配置すること
によってＡＤＭＦ要求待ち行列のアンカーとされる。Ａ
ＲＥ待ち行列は、作動状態又は保留状態である作業要求
を表現する。

【００６３】ＡＤＭＦ・ＵＣＢ待ち行列が構築された
後、ユーザＡＤＭＦ要求はソフトウェア対ソフトウェア
のインタフェースによって受信されることもあり、これ
はその要求を、ＡＤＭＦソフトウェア対ハードウェアの
インタフェースによって使用可能である既述ＡＯＢに変
換する。次に、ＡＤＭＦインタフェースソフトウェアは
ＡＲＥを構築し、それを個々のＡＯＢに関連付け、ＡＲ
ＥをＡＤＭＦ要求待ち行列に配置し、これはアンカーＵ
ＣＢからアドレス指定される。

【００６４】ユーザからの各々の新しいＡＤＭＦ要求
は、ＡＤＭＦ要求待ち行列に配置されるＡＲＥを有し、
ユーザのＡＤＭＦ要求を表現する個々のＡＯＢに関連付
けられる。ＡＲＥはＡＲＥのアドレスポインタによって
待ち行列に連鎖される。

【００６５】次に、ＡＤＭＦソフトウェアは、ＡＤＭＦ
・ＵＣＢ上の何れかの使用可能なＵＣＢの、要求を表現
するＡＲＥとＡＯＢに対する割り当てを制御する。この
ＡＤＭＦ・ＵＣＢは、ＡＤＭＦ・ＵＣＢに含まれるＳＣ
Ｈ番号を介してＳＣＨに関連付けられる。ＯＲＢ（操作
要求ブロック）は、関連ＡＯＢアドレスを含むためにＡ
ＤＭＦハードウェアインタフェースソフトウェアによっ
て後に構築される。ＯＲＢは「サブチャネルの開始（St
art subchannel）」（ＳＳＣＨ）命令のオペランドであ
る。ＳＳＣＨ命令は、ＯＲＢのＡＯＢアドレスを含むこ
とによってそのＳＣＨをＡＯＢと関連付けるために実行
される。ＳＳＣＨ命令の実行によって、ハードウェアＡ
ＤＭＦがそのＳＣＨを事前割り当てＡＤＭＦ内部待ち行
列に入れて、関連ユーザ要求のＡＤＭＦ性能を開始させ
ることになる。ハードウェア操作の完了又は終了は、ア
ドレス指定されたＳＣＨによって伝達されることにな
る。

【００６６】ユーザが要求した作業がＡＤＭＦハードウ
ェアによって完了すると、それはシステムのＣＰＵ（中
央処理装置）に対しＩ／Ｏ割り込みを合図し、関連ＡＤ
ＭＦ・ＳＣＨの「割り込みパラメータフィールド」をＯ
Ｓに周知のＭＳにおける所定フィールドに記憶する。割
り込みを受信すると直ちに、ＯＳは図１８に示される割
り込み要求ブロック（ＩＲＢ）を指定する検査サブチャ
ネル命令を発行する。ＩＲＢの一部であるサブチャネル
状態語（ＳＣＳＷ）の定義は、Ｉ／Ｏ操作と同様にＡＤ
ＭＦを支援するために変更されている。ＳＣＳＷは図１
９に示されている。ＡＤＭＦ・ＳＣＳＷは、アドレス指
定されたＳＣＨ上での最終操作をＡＯＢアドレスに報告
するために定義される。

【００６７】ＡＤＭＦによる伝達された作業要求の完了
の順序は、ＡＤＭＦインタフェースソフトウェアによっ
てＡＤＭＦに送られるようなこれら作業要求の順序と非
同期的である。このため、本発明の操作に対して、ＡＤ
ＭＦハードウェアによって完了される作業要求とＡＤＭ
Ｆソフトウェアにおいて待機する同一要求との正確な突
き合わせがなされることが重要である。これは、関連Ｕ
ＣＢ、ＡＲＥ及びＡＯＢをアドレス指定するためのＯＳ
・ＡＤＭＦソフトウェアに対して情報を提供するための
割り込みパラメータを要求し、これによってＡＲＥを位
置付け且つＡＤＭＦソフトウェア待ち行列から除去し、
別のユーザ要求への選択に対して使用可能であるよう
に、関連ＵＣＢをフリーにすることができる。

【００６８】ＡＤＭＦ割り込みにおける情報、及び関連
検査ＳＣＨ命令からの情報は、例えば、１．割り込みを
引き起こしたサブチャネルの数、２．関連ＵＣＢアドレ
ス、３．ＡＯＢのアドレス、を含む。

【００６９】ＡＤＭＦハードウェア機能によって、割り
込みが合図されて残りが検査ＳＣＨによって提供される
情報の一部となる場合に、割り込み情報を所定メモリ位
置に配置することによって、割り込み情報のあるものを
ＯＳソフトウェアに対して使用可能とする。ＯＳソフト
ウェアは割り込みパラメータを受信し、（完了ＡＤＭＦ
作業が行なわれたとする要求に関連付けられる）ＵＣＢ
を位置付けるためのＵＣＢアドレスを使用し、関連ＡＲ
ＥはさらにＡＤＭＦソフトウェア要求待ち行列から除去
されて、関連ＵＣＢは別のソフトウェア作業要求に対す
る割り当てに対し使用可能とされる。

【００７０】割り込み処理ＯＳソフトウェアは、現在完
了した要求を生成した作業単位（ユニット）に、ＣＥＣ
のプロセッサの１つにおいていつでもタスク指名できる
ように準備させる。ソフトウェア対ソフトウェアのイン
タフェースによって作られた要求を処理するＯＳサービ
スにおいて評価は再開する。これはさらにＡＲＥを検査
して、初期の要求が完了されたＵＣＢに対して割り当て
可能な保留状態の作業要求があるかどうかを決定する。
もしあるとすれば、呼び出し処理はその保留状態の要求
に対して実行される。

【００７１】上記処理と非同期的に、但し、上記のよう
な実行がいつでもできるようにマーク付けされた後に、
完了したＡＤＭＦ操作の作業単位は、ＣＥＣのプロセッ
サ上で実行のためにタスク指名されることになる。作業
単位は、通常の又は異常の状態に対してＡＯＢ応答ブロ
ックを検査し、その呼び出し側に対し、条件コードによ
って例外処理が要求されるか否かを表示する。

【００７２】このため、ＡＤＭＦソフトウェア処理は、
複数の制御ブロックに、ＳＣＨ対ＵＣＢ対ＡＯＢ対ＡＲ
Ｅの関連付けを可能にするためにポインタアドレスを提
供する。ＳＣＨ対ＵＣＢの関連付けは、初期の構築処理
によって行なうこともできる。ＡＯＢ対ＡＲＥの関連付
けは、ＡＲＥが獲得されてＡＯＢを作業待ち行列に付加
するときに行なうこともできる。ＵＣＢ対ＡＲＥ対ＡＯ
Ｂの関連付けは、ＡＤＭＦ要求が実行のためのＵＣＢに
割り当てられる場合に行なうこともできる。これらの関
連付けは、これら制御ブロックの各々における適切なポ
インタフィールドにアドレスを書き込むことによって行
なうこともできる。操作が完了すると、関連するポイン
タは、ソフトウェアインタフェースに対する将来のＡＤ
ＭＦ要求による使用のための制御ブロックをフリーにす
るため、制御ブロックにおいて、消去されるか、又は無
効のマーク付けをされることもある。

【００７３】ＣＰＵの外側のエンジンにおけるページ移
動の実行は、新しい形式の同期化を要求することによっ
て、ページがＡＤＭＦコプロセッサによって移動中であ
る間にＥＳによって支援される仮想アドレスをＩＥＳＢ
Ｅ命令が無効にすることを防止する。制御情報を復元さ
せるためにすべてのページング活動がシステムにおいて
現在中断されていることをＡＤＭＦコプロセッサが知る
することをさらに要求する条件が存在する。共用システ
ム記憶位置は、ＣＰＵ又はＡＤＭＦコプロセッサが活動
的にページを移動させている場合にすべてのプロセッサ
に合図するために使用される。ＣＰＵがＩＥＳＢＥ命令
を実行中である場合にすべてのプロセッサとコプロセッ
サに合図するために同一位置はさらに使用される。さら
に、ＡＤＭＦコプロセッサによってすべてのページング
活動が中断するように要求されると、ＡＤＭＦコプロセ
ッサは、その同一共有位置を用いて、すべてのページン
グ活動を中断させるようにすべてのＣＰＵ及びＡＤＭＦ
コプロセッサに合図する。同期化は以下の規則のもとで
発生する。移動がＩＥＳＢＥ、又はコプロセッサ要求を
中断するようにコプロセッサが要求した場合にどのプロ
セッサ又はコプロセッサもページ移動を開始しないとい
うこと、及びいったん移動が合図されると、進行中のす
べてのページ移動が完了するまでページングを中断する
ためのＩＥＳＢＥ又はコプロセッサ要求は１つも受けら
れないことである。好ましい実施例において、この同期
化は任意の１つのページの移動の前に発生する。ＡＤＭ
Ｆが大きな多重ページ（マルチページ）移動を実行中で
ある場合に、それぞれ１つのページが移動された後に同
期化を発生させることができる。

【００７４】本発明は、完全なプロセスに必要とされる
操作要素の階層責任と権限を維持するユーザ又はサブシ
ステムプログラムデータ移動要求をサービスするための
インタフェース構造を提供する。ＩＯＳＡＤＭＦと呼ば
れるオペレーティングシステムサービスは、ユーザ、又
はＡＤＭＦ操作に対するサブシステム要求へのアプリケ
ーションインタフェースを提供するようなものである。
このサービスプログラムは入力されたパラメータをＡＤ
ＭＦ機能エンジンによって予想される形式に変換する。
さらに、（ハイパー空間を含む）仮想アドレス空間のＡ
ＬＥＴを仮想アドレスを変換する際のＡＤＭＦ使用に対
するＳＴＤに変換するのに要求される付加権限及び能力
を有する。この構造におけるトラステッド構成要素とし
て、これは、その記憶域アクセスを行なう際にＡＤＭＦ
が使用することになる記憶キーを付与する。

【００７５】好ましい実施例では、システムにおけるす
べてのＩ／Ｏ操作呼び出しは、オペレーティングシステ
ム、Ｉ／Ｏスーパバイザ（ＩＯＳ）の集中プログラミン
グ構成要素において実行される。これによって装置、ハ
ードウェアデータ経路、及びプログラム及びサブシステ
ムを用いた中でのその他の能力の共用を可能し、この場
合、かかる共用は望ましい。ＡＤＭＦに対して、ＩＯＳ
構成要素は、ＡＤＭＦのすべてのユーザからの要求の単
一の作業待ち行列を維持し、これらの要求を、ＡＤＭＦ
ハードウェア機能に対する通信のための使用可能なＳＣ
Ｈに対するＦＩＦＯ順序で割り当てる。このＩＯＳ構成
要素は、ＡＤＭＦ・ＳＣＨに対してＳＳＣＨ命令を発行
し、各要求ごとに完了割り込みを処理する。これによっ
て、すべてのユーザの間でＡＤＭＦ（ＡＤＭＦ・ＳＣ
Ｈ）に対する使用可能なポートを共有することが可能に
なる。それは、ソフトウェアインタフェースサービスに
対して要求の完了を伝達する。この伝達は、呼び出しプ
ログラムの作業単位制御ブロック、即ち、タスク制御ブ
ロック（ＴＣＢ）又はサービス要求ブロック（ＳＲ
Ｂ）、のもとでＩＯＳＡＤＭＦサービスの実行によって
管理される。ＩＯＳが呼び出されると、作業の実行中の
単位は、ＡＤＭＦ作業要求が終了するまで中断される。
ＩＯＳがその後、要求完了に対するその処理を受信し且
つ実行する場合、タスク指名がいつでもできる実行制御
ブロックを作成し、サービスはその後、ＣＥＣのプロセ
ッサの１つにおいて実行を再開する。ＩＯＳは、操作に
関してＡＤＭＦによって戻された終了機能状態を検査
し、サービスに対するオリジナルの呼び出しに続く命令
において完了状態を戻すことによって、呼び出しプログ
ラムに対し完了状態を伝達する。戻りコードは操作が正
常であるかどうかを表示するために提供される。この完
了処理におけるインタフェースのレベルは、さらに後述
される図２０で示されている。

【００７６】

【実施例】好ましい実施例の属性 ＡＤＭＦソフトウェア／ハードウェアサブシステムの好
ましい実施例は図１５に示されており、これは、図５乃
至図１０において詳細に示される処理を組み合わせた図
である。この処理の組み合わせは、ＥＳ（拡張記憶装
置）とＭＳ（主記憶装置）において、又はその間におい
てデータの実のページを移動させるための仮想アドレス
形式のすべてのユーザのＡＤＭＦ要求を受け取り、実行
用のすべての要求をＡＤＭＦに渡し、さらにシステムか
らのＡＤＭＦ完了要求の除去を管理する全体的機能を実
行する。これら個々の処理、及びそれらがどのような方
法で動作し且つ互いに対話するかについては、図１５の
ＡＤＭＦソフトウェア／ハードウェアサブシステムによ
って実行される全体的ＡＤＭＦ機能の一般的背景におい
て図５乃至図１０を用いて説明される。

【００７７】図２０は、異なる能力と権限を有する複数
の実行可能な要素の間に存在する多数のレベルのインタ
フェースを示している。各レベルは、移動を実行するた
めに十分な情報を有するレベルに到達するまで付加情報
を追加する。移動が完了すると、異なるレベルのインタ
フェースは情報を検査し且つ除去することによって、シ
ステムの完全性を隔離し且つ保護する。ステップ１８１
では、ＩＯＳＡＤＭＦサービスを表示するステップ１８
２に対しユーザ要求パラメータリスト（User Request P
arameter List)を介してページを移動するための要求を
伝達するアプリケーションが示される。ステップ１８２
は、図１１、図１２及び図１３に示される形式において
図５のステップ４３、４５、及び４５Ａに述べられるよ
うにＡＯＢを構築し、そのＡＯＢをステップ１８３のＩ
ＯＳに渡す。ステップ１８３のＩＯＳは、図１７で述べ
られるようにＵＣＢとＡＤＭＦ・ＯＲＢに関連付けられ
るサブチャネル番号を備えた開始サブチャネル命令を用
いて、図９のステップ７６Ｂと７６Ｃに述べられるよう
にステップ１８４のＡＤＭＦに要求を発行する。いった
んＡＤＭＦが移動を完了すると、割り込みが生じて、情
報をステップ１８５のＩＯＰに送り返す。その情報は図
１８と図１９に示されるＩＲＢに渡され、図１４に示さ
れるＡＤＭＦ応答ブロックは図６によって処理される。
ＩＲＢ情報はＩＯＳによって処理され、ＡＤＭＦ応答ブ
ロック情報及び状態のみがステップ１８６のＩＯＳＡＤ
ＭＦに送り返される。ステップ１８６は図７のステップ
６２に示されるようにＡＤＭＦ応答ブロックを検査し、
戻りコードのみをステップ１８７のアプリケーションに
戻す。

【００７８】図１５のＡＤＭＦソフトウェア／ハードウ
ェアサブシステムが使用可能である前に、ＡＤＭＦ・Ｕ
ＣＢ（装置制御ブロック）待ち行列は、ハードウェア機
能に対するＡＤＭＦ要求の通信のためにどのＳＣＨが使
用可能であるかを識別するために構築されなければなら
ない。ＡＤＭＦ・ＵＣＢ待ち行列は図２、図３、及び図
４に示される処理によって構築される。

【００７９】構築されると、これらの待ち行列は図１に
示される一般形式を有する。ＵＣＢ待ち行列は所定数の
ＵＣＢ要素を有し、これは、実施例の動作中は一定の状
態にある。待ち行列内のＵＣＢは図２、図３及び図４に
示される初期化処理によって決定される。

【００８０】まず、ＡＤＭＦ要求要素（ＡＲＥ）はＡＤ
ＭＦ要求待ち行列に存在せず、ＡＤＭＦ要求待ち行列上
のＡＲＥの数が実施例の動作中に連続的に変化するが、
それは新しいユーザ要求が受信されるいかなる場合にも
図５に示される処理がＡＤＭＦ要求待ち行列に各々の新
しいＡＲＥを追加し、ハードウェアＡＤＭＦが各要求の
完了を合図すると図６に示される処理はＡＤＭＦ要求待
ち行列から各ＡＲＥを削除する。

【００８１】コンピュータシステムの各初期化におい
て、システムは、図１に示されるＵＣＢ待ち行列を再構
築するための図２、図３及び図４の処理を再実行する
か、又はＵＣＢ待ち行列の第１の構築の後で、外部媒体
上にＵＣＢ待ち行列のコピーを記憶し、図２、図３及び
図４の処理を再実行することなく必要とされるいかなる
場合にもそのコピーをシステムメモリに再ロードする
か、のオプションを有する。後者の手順が好ましいとさ
れる。

【００８２】ＡＤＭＦソフトウェアサブシステムはＵＣ
Ｂ待ち行列とＡＤＭＦ要求待ち行列をともに使用して、
コンピュータシステムのすべてのソフトウェアユーザに
よって提供されるすべてのＡＤＭＦ要求を処理する。各
ＡＤＭＦ要求を提示する前に、各ユーザはその要求を、
ユーザ及びＡＤＭＦソフトウェアサブシステムにとって
意義のある特定の形式に配置する。ＡＤＭＦソフトウェ
アサブシステムはさらに、ＡＤＭＦハードウェアサブシ
ステムに送信され且つ同システムによって実行可能な形
式に各受信要求を配置する。

【００８３】図５は、各ユーザ要求を受信し、それを個
々のＡＯＢ（ＡＤＭＦ操作ブロック）にカプセル化す
る、ユーザ対ＡＤＭ要求待ち行列ソフトウェア処理を示
し、これはＡＤＭＦ機能を使用するための要求中のユー
ザの許可を検査した後、要求を実行するためにＡＤＭＦ
ハードウェアが使用できる形式を有する。この処理はＡ
ＯＢをそのユーザに関連付ける。ＯＳソフトウェアは、
その記憶アクセスを条件付けるためにＡＤＭハードウェ
アによってこの要求に使用されるための記憶キーを付与
する。

【００８４】この処理はさらに、ＡＯＢに関連付けられ
るＡＲＥを生成し、ＡＤＭＦ要求待ち行列にＡＲＥを配
置する。各ＡＲＥは、ＡＲＥに含まれる正方向及び逆方
向の各ポインタによってＡＤＭＦ要求待ち行列に連鎖さ
れる制御ブロックである。ＡＯＢは、関連ＡＯＢを位置
付けるためのＡＲＥにＡＯＢポインタを配置することに
よってＡＲＥに関連付けられる。

【００８５】（好ましい実施例では、ＡＯＢとそのＡＲ
Ｅに対して個々の制御ブロックが使用されているとはい
え、代替実施例では、ＡＯＢのＡＲＥフィールドのすべ
てを含むことなどによって、さらにＡＲＥとして実行さ
せるのに必要な付加情報を各ＡＯＢごとに含むことによ
ってＡＯＢとＡＲＥの両方に対し単一の制御ブロックを
使用することもできる。）

【００８６】図１はＵＣＢ待ち行列上にＡＤＭＦ・ＵＣ
Ｂ１１乃至１３を示すものであり、各ＵＣＢは、ＵＣＢ
待ち行列の次のＡＤＭＦ・ＵＣＢに対する正方向ポイン
タを有する。待ち行列内の最後のＡＤＭＦ・ＵＣＢ１３
の正方向ポインタは、待ち行列内の第１のＡＤＭＦ・Ｕ
ＣＢ１１に対するアドレスを含む。

【００８７】第１のＡＤＭＦ・ＵＣＢ１１が図２、図３
及び図４に示される処理によって構築される場合、この
ＵＣＢは、ＵＣＢ待ち行列とＡＤＭＦ要求待ち行列の両
方に対するアンカー要素とされる。これは、幾らか存在
する場合にＡＤＭＦ要求待ち行列上の第１のＡＤＭＦ要
求要素（ＡＲＥ）に対して付与される位置をアドレス指
定するアンカーポインタとして第１のＵＣＢにおいて定
義することによって行なわれる。正方向及び逆方向の各
ポインタのほかに、各ＡＲＥ１５乃至１８は、待ち行列
が受信されたＡＤＭＦ要求を処理することを可能にする
ために必要な情報及び関連を含むための他のポインタ及
びフラグフィールドをさらに含む。

【００８８】ＵＣＢ待ち行列の操作中に、ＵＣＢ待ち行
列の各ＡＤＭＦ・ＵＣＢは、使用可能（即ち、フリー）
であるか、又は使用中である。ＡＤＭＦ・ＵＣＢは、現
時点でＡＤＭＦ要求に関連付けられて（割り当てられ
て）いないとフリーである。ＵＣＢにまで割り当てられ
ていないＡＲＥには一つの自由なＡＤＭＦ・ＵＣＢを関
連付けることができる。

【００８９】各ＡＤＭＦ・ＵＣＢは再使用可能な資源で
あり、これは永久に割り当てられるＡＤＭＦサブチャネ
ルを表示し、ＡＤＭＦに要求を伝達するための一つのユ
ーザ要求に関連付けることができる。ＵＣＢは特定のユ
ーザ要求に関連付けられると、使用不可能になる（非自
由になる）。関連要求がＡＤＭＦによって終了したこと
をＡＤＭＦが合図するまで、ＵＣＢに対して使用不能
（非自由）状態が続く。使用不能（非自由）ＵＣＢは、
その関連ＡＲＥをＡＤＭＦ要求待ち行列から除去するこ
とによってＡＤＭＦソフトウェアがＡＤＭＦ完了信号に
応答可能になるとすぐに、再び自由なＵＣＢになる。従
って、ＵＣＢ待ち行列内のＵＣＢは、新しい要求が受信
されて旧い要求がＡＤＭ機能によって完了されると、繰
り返し再使用中になる。ＵＣＢを使用し且つ再使用する
ための詳細な処理は、本件明細書における図５乃至図９
のＡＤＭＦ処理の説明に記載されている。作業待ち行列
には、ＡＤＭＦ・ＵＣＢよりも多くのＡＲＥが存在する
こともある。ＵＣＢにまだ割り当てられていないＡＲＥ
は保留状態であり、ＵＣＢが前の要求を終了すると今度
は割り当てられることになる。

【００９０】各ユーザ要求がＵＣＢに割り当てられる
と、ＯＲＢはＡＤＭＦソフトウェアによって構築され
て、関連ＡＯＢのアドレスを含み、ＡＯＢに関連付けら
れるＡＤＭＦ・ＵＣＢのサブチャネルを識別する。ＯＲ
ＢはＳＳＣＨ命令のオペランドである。ＳＳＣＨ命令
は、Ｉ／Ｏ要求をスケジュールするＩＢＭ・ＭＶＳオペ
レーティングシステムのＩＯＳプログラム等の、従来の
ＯＳ入出力スーパーバイザプログラム（ＩＯＳ）によっ
て実行される。

【００９１】ＳＳＣＨ命令の実行は要求をハードウェア
ＡＤＭＦに伝達する。ＡＤＭＦはさらに、要求のＵＣＢ
に関連付けられるＳＣＨをＡＤＭＦ待ち行列・オフ・ロ
ード（ＱＯＰ）プロセッサ待ち行列の一つに配置し、こ
れはその要求のハードウェアＡＤＭＦ処理を開始する。

【００９２】本発明では、複数のＡＤＭＦ・ＳＣＨはＡ
ＤＭＦを表わすこともできるので、このため、Ｉ／Ｏ装
置と１対１の関係をもつＩ／Ｏ・ＳＣＨを除いて、ＡＤ
ＭＦ・ＳＣＨは特定のＡＤＭＦコプロセッサに対して１
対１の関係をもたない。しかしながら、各ＡＤＭＦ・Ｓ
ＣＨ又はＩ／Ｏ・ＳＣＨは１対１のプロセッサを有す
る。但し、各ＡＤＭＦ・ＳＣＨ又はＩ／Ｏ・ＳＣＨは、
対応するソフトウェアＵＣＢに対して１対１の関係をも
つ。このため、Ｉ／Ｏ・ＵＣＢはＯＳに対して異なるＩ
／Ｏ装置を独自に表現し、その対応するＩ／Ｏ・ＳＣＨ
はデータ処理システムにおけるハードウェアレベルの内
部コード（マイクロコード）に対してＩ／Ｏ装置を独自
に表現する。しかしながら、複数のＡＤＭＦ・ＵＣＢは
各々、ＯＳに対して（たぶん複数のオフ・ロードエンジ
ンから構成される）同一ＡＤＭＦを表現し、対応するＡ
ＤＭＦ・ＳＣＨのすべては、データ処理システムにおけ
るハードウェアレベルの内部コード（マイクロコード）
に対して同一ＡＤＭＦを表現する。特徴は、複数のＡＤ
ＭＦ・ＵＣＢとそれらの対応するＳＣＨが、異なるユー
ザ要求を同一ＡＤＭＦに対して表現するために必要とさ
れることであって、これはＩ／Ｏ・ＵＣＢとそれらのＩ
／Ｏ・ＳＣＨによって実行することはできない。

【００９３】特定のシステムにおいてＡＤＭＦに対し提
供されるＡＤＭＦ・ＳＣＨ（及びＡＤＭＦ・ＵＣＢ）の
数は、モデルに依存している。一般に、少なくとも一つ
のＡＤＭＦ・ＳＣＨ（及びそのＵＣＢ）は、ＡＤＭＦの
各コプロセッサに対して割り当てられて、ＡＤＭＦ要求
の最大並列処理をＡＤＭＦハードウェアによって行な
う。

【００９４】特定のコンピュータシステムにおいて使用
可能なＡＤＭＦ・ＳＣＨ（及びそれらの対応するＡＤＭ
Ｆ・ＵＣＢ）の数は、ユーザが「ＡＤＭＦ要求待ち行
列」上のユーザ要求をスケジュールしようとするための
待機時間に関するものであり、これは、要求に対し使用
可能なＡＤＭＦ・ＵＣＢ（及びその対応するＡＤＭＦ・
ＳＣＨ）がない場合、要求を作成するユーザがＡＤＭＦ
・ＵＣＢを待つ必要があるからである。

【００９５】従って、特定のコンピュータシステムに割
り当てられるＡＤＭＦ・ＳＣＨ（及びそれらの対応する
ＡＤＭＦ・ＵＣＢ）の実際の数は、「ＡＤＭＦ要求待ち
行列」上でユーザ要求をスケジュールしようとするユー
ザを頻繁に待機させることを避けるのに十分な数でなけ
ればならない。代替実施例は、このような待機を経験す
るソフトウェア要求について長期待機状態のソフトウェ
ア通知を行なうことができる。

【００９６】本発明を実施することによって、それをコ
ンピュータシステムのＩ／Ｏ・ＯＳ制御ソフトウェアに
具体化することもできる。これは、ソフトウェアユーザ
インタフェースをＯＳによってハードウェアＡＤＭＦに
提供するために、ここに述べられるＡＤＭＦ処理を含む
ようにＯＳにおけるＩＯプログラミングを変更すること
によって行なうこともできる。

【００９７】Ｉ／ＯチャネルプログラムはＡＤＭＦ操作
に含まれる必要はなく、これはＡＯＢがチャネルプログ
ラムを置換し、ＡＤＭＦ操作を制御するからである。

【００９８】ＵＣＢ待ち行列の構築 図２、図３、図４における処理によってＵＣＢ待ち行列
が構築され、ＵＣＢ待ち行列の各ＡＤＭＦ・ＵＣＢと、
コンピュータハードウェアの事前初期化においてＡＤＭ
Ｆに対して事前に付与された個々のＡＤＭＦサブチャネ
ル（ＳＣＨ）との１対１の関連付けが行なわれる。

【００９９】ＳＣＨはハードウェア内部コード構成であ
り、これがソフトウェアによってアクセスできないの
は、各ＳＣＨが、ソフトウェアによってアクセス可能で
あるように対応するＵＣＢを有するからである。しかし
ながら、Ｓ／３７０とＳ／３９０システムのアーキテク
チャによって、一つのＳＣＨに対するハードウェア／ソ
フトウェア通信のための特定の制御ブロックが提供さ
れ、それはＳＣＨＩＢ（サブチャネル情報ブロック）と
呼ばれる。ＳＣＨＩＢを図２、図３、図４における各処
理によって用いてＳＣＨと通信を行ない、各ＡＤＭＦ・
ＳＣＨごとにＡＤＭＦ・ＵＣＢを構成するのに必要なＳ
ＣＨ情報を獲得することが可能となる。このように、Ｓ
ＣＨＩＢは従来技術では周知であり、ＩＢＭ・Ｓ／３９
０操作の原理（既述）に記載されている。異なるＳＣＨ
ＩＢは、ＡＤＭＦ・ＳＣＨ検出する図２の処理の反復ご
とに使用される。

【０１００】図２の処理は、ステップ２１に入ると複数
のＳＣＨＩＢ（サブチャネル情報ブロック）が提供され
ていることを仮定する。ステップ２２は、処理の反復ご
とに「サブチャネル記憶」（ＳＴＳＣＨ）命令を実行す
る。ＳＴＳＣＨ命令は現在識別されているＳＣＨの内容
を識別されたＳＣＨＩＢに記憶し、ＳＣＨ識別子の０か
ら開始し、最大可能性サブチャネル識別子（ＳＣＨ・Ｉ
Ｄ）が、Ｓ／３９０アーキテクチャを用いたシステムに
対して６５、５３５個になるまで、１ずつ増加する。ス
テップ２３は６５、５３５個の最後のＳＣＨ・ＩＤに対
して検査し、それが図２の処理の終了に到達するとＹＥ
Ｓの経路を選択する。６５、５３６個よりも少ないＳＣ
Ｈ・ＩＤについては、ステップ２４に対してＮＯ経路が
選択される。

【０１０１】ステップ２４はこのＳＣＨＩＢに記憶され
るＳＣＨタイプフィールドを検査して、表示されたＳＣ
ＨがＡＤＭＦ・ＳＣＨであるか、又はＩ／Ｏ・ＳＣＨで
あるかを検出する。ＡＤＭＦ・ＳＣＨタイプを有すると
ステップ２７に対してＹＥＳ経路が選択され、Ｉ／Ｏ・
ＳＣＨタイプを有するとステップ２６に対してＮＯ経路
が選択される。ＹＥＳ経路はＳＣＨＩＢをＡＤＭＦ・Ｓ
ＣＨＩＢとして検出し、次にステップ２７は、現ＳＣＨ
番号（最後にステップ２８によって増分される）を現Ｓ
ＣＨＩＢに書き込む。ステップ２７は、検出されたＡＤ
ＭＦ・ＳＣＨＩＢをＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢのスタック内
の次の要素としてさらに複写する。

【０１０２】ステップ２４からＮＯ経路が選択される
と、ＳＣＨＩＢはＩ／Ｏ・ＳＣＨＩＢであり、本発明の
ためにＳＣＨＩＢに対する処理は行なわれない。しかし
ながら、ステップ２６において従来のＩ／Ｏ処理がＳＣ
ＨＩＢに対して行なわれることもある。

【０１０３】次のステップ２８はステップ２６又はステ
ップ２７から入り、現ＳＣＨ・ＩＤを一だけ増分して、
検査するための新しいサブチャネルを提供する。次にブ
ランチはステップ２２に戻って選択され、このＳＣＨ・
ＩＤに対して図２の処理の次なる反復を開始する。

【０１０４】システム内のすべてのＳＣＨは、すべての
可能なＳＣＨ識別子を介してＳＴＳＣＨ（サブチャネル
記憶）をループし、ＳＣＨタイプフィールドを検査して
ＡＤＭＦタイプを有するすべてのＳＣＨＩＢを検出する
ことによって照会される。ステップ２３によって最高位
のＳＣＨ数に到達されたと判断されると、図２の処理は
ＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢのスタックを完了させることにな
り、これはコンピュータシステムにおいてすべてのＡＤ
ＭＦ・ＳＣＨを表わすからである。

【０１０５】図３と図４における処理は、ＵＣＢ待ち行
列を生成するためにスタック内のＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢ
を使用する。図３に入ると、ステップ３２はＳＣＨＩＢ
スタックを空であるかを検査し、空であれば、図４に対
してＹＥＳ経路が選択される。ステップ３２でＳＣＨＩ
Ｂスタックが空でないことが検出されると、ステップ３
３に対してＮＯ経路が選択されて、スタックから第１の
ＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢを除去する。次のステップ３４は
除去されたＳＣＨＩＢを取り込み、ＵＣＢ待ち行列に対
するＵＣＢ要素を構築する。ＵＣＢは以下のフィールド
を有する制御ブロックである。即ち、対応するＳＣＨＩ
ＢのＳＣＨ番号を含むＳＣＨ・ＩＤフィールド、「次の
ＵＣＢポインタ」フィールド、及び活動ポインタフィー
ルド、である。さらに、ＵＣＢはその関連ＳＣＨＩＢで
使用可能な他の情報を受信することもできる。ＵＣＢは
代替実施例において、付加ポインタとフラグフィールド
を備えたＳＣＨＩＢでもよい。

【０１０６】さらにステップ３５では、このＵＣＢがＵ
ＣＢ待ち行列に対して作成された第１のＵＣＢであるか
どうか決定される。これが第１のＵＣＢであると、ステ
ップ３５Ａに対してＹＥＳ経路が選択されて、ＡＤＭ・
ＵＣＢをＡＤＭＦ・ＵＣＢ待ち行列に対するアンカー要
素とするものであり、これは以下によって実行される。
即ち、（１）このアンカーＵＣＢに対するアドレスをオ
ペレーティングシステムに知られた固定位置に配置し、
（２）ＡＤＭＦ要求待ち行列に配置すべき第１のＡＤＭ
Ｆ要求要素（ＡＲＥ）を位置付けるためのアドレスとし
て、第１のＵＣＢのアンカーポインタをリザーブ（予
約）し、（３）それ自身のアドレスを次のＵＣＢポイン
タとして置く。

【０１０７】図４はまた、ステップ３５のＮＯ経路から
のポイントＡ、又はステップ３５ＡからのポイントＢに
おいて入る。ポイントＡが入力されると、現ＵＣＢは待
ち行列内の第１のＵＣＢではなく、ステップ３６は、現
ＵＣＢのアドレスを最後に生成されるＵＣＢの次のポイ
ンタフィールドに挿入して、現ＵＣＢをＵＣＢ待ち行列
に連鎖するように実行される。さらに、現ＵＣＢの次の
ポインタフィールドはアンカーＵＣＢのアドレスに設定
される。次に、ステップ３７が入力されて、このＵＣＢ
がそのＳＣＨに関連付けられる。ポイントＢはさらに、
第１のＵＣＢに対するステップ３６の連鎖処理のないス
テップ３７に入る。

【０１０８】ステップ３７は現ＡＤＭＦ・ＵＣＢをサブ
チャネルに関連付け、「サブチャネル変更」（ＭＳＣ
Ｈ）命令を実行することによって表現し、これは現ＵＣ
ＢのＵＣＢアドレスを含む割り込みパラメータをＳＣＨ
内に書き込む。（ＳＣＨ内のＵＣＢアドレスは、ＵＣＢ
と、ＡＤＭＦハードウェア機能がそのＳＣＨを用いて要
求に対する作業を完了すると実行されるＳＣＨと、の関
連付けを形成する。さらにＡＤＭＦは、ＳＣＨ内のＵＣ
ＢアドレスをＯＳに知られた固定メモリ位置に複写する
割り込み信号を生成する。ＯＳはまた、複写されたＵＣ
Ｂアドレスを用いて、ＵＣＢ待ち行列内の同一要求に関
連付けられるＵＣＢにアクセスする。）

【０１０９】次のステップ３８はＳＣＨＩＢスタックを
検査して、それが空になっているかどうかを決定する。
ＹＥＳの場合、ＵＣＢ待ち行列は構築され、構築プロセ
スはステップ３９で終了される。ステップ３８で、ＳＣ
ＨＩＢスタックが空でないことが検出されると、図４の
ステップ３８Ａに対するＮＯ経路はポイントＣを介して
構築処理を継続するように選択される。

【０１１０】ステップ３８ＡはＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢス
タックから次のＳＣＨＩＢを除去し、ステップ３３に再
び入り、構築処理において次のＡＤＭＦ・ＵＣＢを構築
する。構築処理は、ＵＣＢ待ち行列構築処理を終了する
図４のステップ３９に対してそのＹＥＳ経路が選択され
るまで、ステップ３２によってループを続ける。

【０１１１】ＡＤＭＦオペレーションへのユーザインタ
フェース ＵＣＢ待ち行列が構築された後、好ましい実施例のＡＤ
ＭＦソフトウェアインタフェースはコンピュータシステ
ムのユーザによっていつでも使用されるようになる。こ
のソフトウェアインタフェースは、ユーザからのすべて
のＡＤＭＦ要求を受信する。この実施例において、各ユ
ーザ要求は、２つの異なる仮想アドレス空間の間で同一
方向におけるＫの数までの非連続可変長ページ移動要求
を含むこともある。これらのアドレス空間はここでは、
「ハイパー空間」と「ユーザアドレス空間」と呼ばれ
る。ハイパー空間は前の出願のアメリカ特許第５１５９
６７７号に述べられ且つ請求されている。多重アドレス
空間は、前の出願のアメリカ特許第４３５５３５５号に
述べられ且つ請求されており、これらは本件出願人に譲
渡されている。

【０１１２】本実施例において、ユーザアドレス空間と
ハイパー空間は各々、データを保持することの可能な４
キロバイトのページの連続シーケンスを含む２ギガバイ
トまでの仮想アドレス空間として定義される。仮想アド
レス空間内のページはデータを含んでも含まなくてもよ
い。空の仮想ページは、電子メモリ又は電気機械的ディ
スク等の実媒体上の実ページフレームによって戻される
必要はない。データを含む各仮想ページは、主記憶装置
（ＭＳ）、拡張記憶装置（ＥＳ）、又はＤＡＳＤの何れ
かにおける実ページフレームによって支援されなければ
ならない。ハイパー空間に対するデータの補助ページ
は、ＥＳ又はＤＡＳＤになければならず、それは実行可
能な記憶装置（本実施例ではＭＳ）にあってはならな
い。しかしながら、ユーザアドレス空間は、アクセスさ
れると実行可能なメモリ（ＭＳ）の実ページによって支
援されるデータを含むページを有する。

【０１１３】移動方向はハイパー空間からユーザアドレ
ス空間への方向でもよく（ここでは、ハイパー空間がペ
ージ移動の「ソース」である「読み取り」ハイパー空間
方向と呼ばれる）、又はユーザアドレス空間からハイパ
ー空間への方向でもよい（ここでは、ハイパー空間がペ
ージ移動の「宛て先」又は「シンク」である「書き込
み」ハイパー空間方向と呼ばれる）。

【０１１４】ＡＤＭ機能によるサービスのユーザ要求
は、ユーザプログラムに含まれるユーザマクロによって
呼び出すこともできる。

【０１１５】ユーザは、アプリケーションプログラム、
又は問題プログラム状態又は監視状態において作動する
監視プログラムでもよい。

【０１１６】単一ユーザＡＤＭＦ転送要求は、ハイパー
空間とユーザアドレス空間との間におけるＫまでの数の
連続ページの非連続可変長転送を含むこともある。単一
ユーザ要求におけるページの非連続転送の数は、最大値
Ｋまでの任意の数であってもよく、これは好ましい実施
例では１から１２５までの間の任意の数である。各非連
続移動は２６２、１４４個の連続ページ移動を含むこと
ができる。

【０１１７】各転送は、ソース仮想空間から宛て先仮想
空間へのページの複写を必要とする。ユーザ要求へのハ
イパー空間読み取り又は書き込み入力によっては、指定
ハイパー空間又はユーザのアドレス空間の何れでもよ
い。代替実施例では、読み取り又は書き込み入力が除去
されて、各仮想アドレスが移動の方向を決定することが
できる。これによって、各オペランドアドレスがアドレ
ス空間内のオフセットと同様、ＡＬＥＴを指定すること
を要求することになる。これによって、ユーザ空間とハ
イパー空間との間の移動と同様に、ユーザアドレス空間
からユーザアドレス空間への、またハイパー空間からハ
イパー空間への移動が可能になる。移動されたページ
は、移動操作によってソース空間から消去されない。

【０１１８】ＡＤＭＦユーザは、図１０に示される種類
の機械可読のパラメータテーブル８１と８２の集合とし
て各要求を供給する。ＡＤＭ機能の各ユーザは、各ＡＤ
ＭＦ要求ごとに示されるテーブル８１と８２の集合を構
築することを担当する。テーブル８１と８２は仮想アド
レス指定を用いて、ユーザアドレス空間とハイパー空間
との間でどのページが移動されるかを指定する。

【０１１９】図５の処理は、テーブル８２の個々のエン
トリを図１１に示される種類のＭＳＢ（移動仕様ブロッ
ク）に変換し、それらを図１２に示される種類のＡＤＭ
Ｆ操作ブロックに配置する。この処理はさらに、ＡＯＢ
ヘッダとＡＯＢ応答ブロックをＡＯＢに追加する。

【０１２０】図１０のテーブル８２は、好ましい実施例
におけるＫ又は１２５までのエントリからなる範囲テー
ブルである。テーブル８２の各エントリは、関連テーブ
ル８１内のすべてのエントリの影響を受ける。

【０１２１】テーブル８１内のエントリは、ハイパー空
間ＡＬＥＴ（アクセスリストエントリトークン）エント
リと、読み出し又は書き込みインディケータエントリ
と、範囲リストアドレスエントリと、レンジリストテー
ブル８２内のエントリの数を含むエントリと、を含む。

【０１２２】ユーザはＯＳからハイパー空間ＡＬＥＴ
（アクセスリストエントリトークン）を獲得し、それを
テーブル８１に配置する。

【０１２３】「ユーザアドレス空間」は、ユーザが現在
実行中であるアドレス空間に対するユーザのＡＬＥＴで
あって、これはユーザに知られている。

【０１２４】テーブル８１内の読み取り又は書き込みイ
ンディケータは、要求データ移動操作のための方向を指
定する。書き込み表示はユーザアドレス空間からハイパ
ー空間への移動を表現する。読み取り表示はハイパー空
間からユーザアドレス空間への移動を表現する。

【０１２５】テーブル８１内の「範囲テーブルアドレ
ス」エントリは、関連レンジリストテーブル８２を位置
付けるための現ユーザアドレス空間内の仮想アドレスを
指定する。

【０１２６】テーブル８１内の「範囲テーブルエントリ
の数」エントリは、テーブル８２内のＫの数のエントリ
を指定し、各エントリは仮想空間に連続して位置付けら
れるＮの数のページの移動操作を指定する。

【０１２７】テーブル８２において、各エントリは３つ
のフィールドの集合を含み、第３のフィールドは転送に
おいてＮの数の連続ページの移動を指定する。各エント
リの第２のフィールド内の値は、ハイパー空間が移動操
作のソース、又は宛て先であっても、エントリのための
連続ページの転送において第１のページのハイパー空間
仮想アドレスを指定する。各エントリの第１のフィール
ドは、アドレスが移動操作の宛て先か、又はソースであ
ろうと、エントリによって移動されている連続ページの
個々のエントリによって定義される転送において第１の
ページの仮想アドレスを指定する。テーブル８１の読み
取り又は書き込みインディケータを用いることによっ
て、テーブル８２の各オペランドを図１１のＭＳＢにお
ける適正位置に配置し、データ移動の指定方向を獲得す
る。代替実施例では、範囲テーブルの各エントリは、各
オペランドに対して仮想又は実アドレスインディケータ
を含むことができる。ＡＤＭＦを用いた監視プログラム
又は特定の特権的プログラムは、そこで作動されるため
の実アドレスに感知することもある。このような場合、
これらプログラムには権限が付与されて、ＡＤＭ演算の
オペランドとして実ＭＳ又はＥＳアドレス位置を指定す
ることができる。このような実施例では、実又は仮想の
アドレス仕様に対する図５のステップ４３において検査
が行なわれることになる。ＭＳＢソースと宛て先フラグ
はこのようにして設定されることになる。

【０１２８】ユーザ要求処理 図５の処理は、ユーザ要求が図１０に示されるテーブル
８１と８２を付与した後で実行される。呼び出し処理は
テーブル８１と８２を有するユーザマクロを含むユーザ
プログラムにおいて実行することもできる。ユーザマク
ロを処理するＡＤＭＦプログラミングシステムサービス
は図５のステップ４１で入力される。

【０１２９】図５に示される処理は、ＡＯＢ及びＡＤＭ
Ｆ要求要素（ＡＲＥ）を構築し、要求を実行するのに必
要なＡＯＢとＡＲＥとを関連付け、さらにＡＤＭＦ要求
待ち行列上にＡＲＥを配置する。この処理は、ＡＤＭＦ
ハードウェアに伝達可能で、同ハードウェアが使用可能
なＡＯＢにユーザ要求を変更する。

【０１３０】ＡＤＭＦ要求待ち行列は、ＡＤＭＦハード
ウェア機能によってまだ完了していないＡＤＭＦサービ
スに対するすべての未解決のユーザ要求を含む。所与の
時間において、任意の数のＡＤＭＦユーザ要求は、ＡＤ
ＭＦ要求待ち行列上にＡＲＥを有することもあり、これ
らＡＲＥはＡＤＭＦサービスに対するすべての未完了要
求を表現する。（ＡＤＭＦハードウェアがＡＲＥに対し
その処理を完了し、その完了をソフトウェアＡＤＭＦ要
求待ち行列に戻って伝達した後で、関連ＡＲＥはＡＤＭ
Ｆ要求待ち行列から除去される。）

【０１３１】ＡＲＥは、好ましい実施例では先入れ先出
し（ＦＩＦＯ）順序で待ち行列に配置されるとはいえ、
任意の順序で待ち行列に配置することもできる。要求は
ＡＤＭＦハードウェアで非同期的に実行され、ＡＤＭＦ
ハードウェアによる要求完了は、要求がＡＤＭＦ要求待
ち行列に配置されてＡＤＭＦハードウェアに送られる順
序とは無関係である。

【０１３２】ステップ４２では、仮想アドレス位置は、
現要求を表示するためにＡＯＢとＡＲＥが生成されるこ
とになる記憶領域に対するシステムサービスによって割
り当てられる。ステップ４３は現要求に対するユーザに
よって提供されるパラメータテーブル８１と８２からの
ＡＯＢを構築し、テーブル８２の各エントリは図１１に
示される種類のＭＳＢに変換される。これは、図１３の
ＡＤＭＦ・ＡＯＢヘッダテーブルにおけるデータページ
アクセスで使用されるべき記憶キーを提供することを意
味する。実又は仮想アドレスが支援される代替実施例で
は、各ＭＳＢ（図１１参照）のソース及び宛て先フラグ
は適切に設定される。ユーザ空間とハイパー空間との間
の移動に限定されない代替実施例では、各オペランドの
ＡＬＥＴは適切なＳＴＤに変換されて、ＭＳＢのハード
ウェアに供給される。

【０１３３】図５のステップ４３はテーブル８２へのエ
ントリからＡＯＢを構築し、各エントリは、図１１に示
される形式を有する「移動仕様ブロック」に変換され
る。このため、テーブル８２におけるエントリのよう
に、多くのＭＳＢが生成されてＡＯＢに配置される。こ
れらＭＳＢは同一又は反対の順序でＡＯＢに配置するこ
ともできるが、但し、ＭＳＢの順序付けによって同一ペ
ージの移動結果が獲得されることになる。エントリ内の
ユーザアドレス空間とハイパー空間仮想アドレスは、Ｍ
ＳＢの対応するソース又は宛て先オフセットフィールド
にそれぞれ書き込まれる。

【０１３４】さらにステップ４３には、ＭＳＢフラグ及
び宛て先フラグが、先に引用されたアメリカ特許出願シ
リアル番号第０７／４２４、７９７号、同第０７／８１
６、９１７号、及び同第０７／０１２、１８７号に示さ
れた方法でＭＳＢに設定される。

【０１３５】さらに、ステップ４３では、ＡＯＢに連続
するＡＤＭＦ応答ブロック（図１４に示されるＡＲＢ）
を追加する。ＡＤＭＦハードウェアがこの要求に対して
その作業を完了すると、ＡＲＢはＡＤＭＦハードウェア
で使用されてソフトウェアＡＤＭＦ要求待ち行列に戻っ
て伝達することになる。

【０１３６】ステップ４４は、ＡＲＥ内の「ＡＯＢポイ
ンタ」フィールドにＡＯＢアドレスを記憶するものであ
り、これは作業要求を表現するＡＲＥにＡＯＢを関連付
ける。

【０１３７】ステップ４５はＡＬＥＴ変換を行なう。ユ
ーザが「ＡＬＥＴ＋ＯＦＦＳＥＴ」の形式の仮想アドレ
スを供給すると、非変換仮想アドレス（ＡＬＥＴ＋ＯＦ
ＦＳＥＴ）、部分変換仮想アドレス（ＳＴＤ＋ＯＦＦＳ
ＥＴ）、又は完全変換実アドレス等の任意の数の方法で
ＭＳＢ（移動仕様ブロック）に表現することもできる。
実アドレスの場合、ＭＳ又はＥＳの表示はソース及び宛
て先フラグにおいて実行されなければならない。ＳＴＤ
はＳＴＯとＳＴＬ（セグメントテーブル長）を含む。Ｏ
ＦＦＳＥＴは、（ＡＬＥＴによって表現される）仮想ア
ドレス空間の開始からアドレス指定された単位までの連
続仮想単位（例えば、バイト又はページ）の数であり、
ＳＴＯ（セグメントテーブル起点）はセグメント変換テ
ーブルを位置付けるための実アドレスである。

【０１３８】好ましい実施例では、仮想アドレスが「Ｓ
ＴＤ＋ＯＦＦＳＥＴ」形式に部分的に変換されるもので
あり、ＳＴＤとオフセットはＭＳＢに配置される。この
ように、一般の場合、構築処理は、（テーブル８２エン
トリに関連付けられる）各ＡＬＥＴを、そのＳＴＤに変
換し、そのＳＴＤを対応するＡＬＥＴの代わりに使用す
る。ＭＳＢにおけるＯＦＦＳＥＴ仮想アドレスの変換は
その後、ハードウェアＡＤＭ機能で実施される。従来の
ＯＦＦＳＥＴ仮想アドレス変換処理はＳＴＯによって位
置付けられるセグメント及びページテーブルを使用す
る。好ましい実施例では、すべてのオペランド仕様は仮
想アドレスであり、すべての範囲テーブル８２エントリ
は、ユーザ空間内のアドレスと、ＡＬＥＴがテーブル８
１で指定されるハイパー空間内のアドレスを含む。これ
ら２つの仮想アドレス空間に対するＳＴＤは、テーブル
８１の読み書きハイパー空間インディケータの設定に従
って各ＭＳＢに供給される。

【０１３９】このため、ユーザ要求のテーブル８１にお
けるハイパー空間ＡＬＥＴはＳＴＤに変換されて、各ペ
ージ移動処理の各ＥＳオペランドに対して使用される。
ＯＳは、このページ移動処理に対する他のオペランドと
してユーザの現アドレス空間ＳＴＤを獲得する。これら
のＳＴＤの中でソースを表示するのはどのＳＴＤである
か、また移動操作の宛て先をどのＳＴＤが表現するのか
は、現テーブル８１の「読み出し又は書き込みインディ
ケータ」フィールドの内容によって決定される。

【０１４０】ステップ４５は、図１１に示されるように
ＭＳＢソースＳＴＤと宛て先ＳＴＤフィールドにこれら
ＳＴＤを配置する。

【０１４１】好ましい実施例のステップ４５Ａでは、記
憶保護キーはコンピュータシステムで使用されて、それ
らは図１３に示されるＡＯＢヘッダのワード４でソース
（ｓ）及び宛て先（ｄ）の各フィールドに書き込まれ
る。コンピュータシステムの中には記憶保護キーを使用
しないものもあり、このようなシステムでは、これらＡ
ＯＢヘッダフィールドは使用されないか、又は他の目的
に対して使用される。ソース及び宛て先フラグはアドレ
ス種類を表示するために設定される。この好ましい実施
例では、これらフラグはともに仮想に設定される。実ア
ドレスもまた、可能である。

【０１４２】ステップ４６は、再タスク指名制御ブロッ
クの現ＡＲＥにアドレスを記憶し、このブロックはタス
ク制御ブロック（ＴＣＢ又はＳＲＢ）であってもよい。
ＴＣＢ又はＳＲＢは、ＡＤＭＦ処理を含む、ユーザの処
理の実行をスケジュールする際にＯＳによって使用され
る。ＡＲＥの「活動フラグ」は、ＵＣＢがＡＲＥに割り
当てられてオンの状態にある時から、操作の完了によっ
てＡＲＥが作業待ち行列から除去されるまでオンに設定
されている。

【０１４３】ＡＲＥと（ＡＯＢヘッダとＡＲＢを備え
た）ＡＯＢはここで構築されて、互いに関連付けられて
いる。しかしながら、現ＡＲＥはソフトウェアＡＤＭＦ
要求待ち行列にまだ配置されていない。

【０１４４】ステップ４７は次に、現ＡＲＥをＡＤＭＦ
要求待ち行列に配置するために実行される。これは、実
メモリ内の所定位置からアンカーＡＤＭＦ・ＵＣＢの位
置を獲得することによって開始し、アンカーＡＤＭＦ・
ＵＣＢはアクセスされ、そのアンカーポインタフィール
ドは、現ＡＲＥを待ち行列に連鎖するための位置を検出
するために待ち行列をサーチする際にＡＤＭＦ要求待ち
行列に第１のＡＲＥを位置付けるために獲得される。ア
ンカーＡＤＭＦ・ＵＣＢのアンカーポインタフィールド
が空である場合、現ＡＲＥはＡＤＭＦ要求待ち行列の第
１のＡＲＥとされる。活動ポインタフィールドがＡＲＥ
ポインタを含む場合、ＡＲＥポインタを用いることによ
って、ＡＤＭＦ要求待ち行列に予め置かれた最新のＡＲ
Ｅに対してＡＤＭＦ要求待ち行列をサーチする処理にお
いてＡＤＭＦ要求待ち行列内の第１のＡＲＥを位置付け
且つアクセスする。最後の（最新の）ＡＲＥが、現時点
で待ち行列内の最後のＡＲＥをであることを表示する
「次の要素ポインタ」フィールドにおける（すべてのゼ
ロ等の）特定の値によって表示されるまで、待ち行列内
の次のＡＲＥにアクセスするために現在アクセスされて
いるＡＲＥにおける「次の要素ポインタ」フィールドを
使用する。現（新規に構築された）ＡＲＥは、この最後
のＡＲＥから連鎖されることによってさらに待ち行列内
に配置される。これは、新しく構築されたＡＲＥのアド
レスを最後に検出されたＡＲＥ内の「次の要素ポイン
タ」フィールドに書き込みことによって実行されて、そ
の新しく構築されたＡＲＥを待ち行列に連鎖する。新し
く構築されたＡＲＥの「次の要素ポインタ」は、新しく
構築されたＡＲＥがＡＤＭＦ要求待ち行列内の最後のＡ
ＲＥであることを表示するために最後に検出されるＡＲ
Ｅにおける「次の要素ポインタ」フィールドに予め在る
値（例えば、すべてのゼロ）に設定される。先の要素ポ
インタは、新しく構築されたＡＲＥが連鎖されているＡ
ＲＥのアドレスに設定される。新しく構築されたＡＲＥ
はＡＤＭＦ要求待ち行列の一部である。

【０１４５】次のステップ４８はＵＣＢをＡＲＥとその
関連ＡＯＢに割り当て、これは、第１の又は他のＵＣＢ
であるように検出される第１の自由なＵＣＢである。

【０１４６】次に、ステップ４８は新しく構築された要
求を処理用のＡＤＭＦハードウェア機能に送信するため
の図８と図９に示されたＡＤＭＦ要求開始処理を呼び出
す。これが実施可能である以前に、新しく待ち行列に入
れられたＡＲＥはＵＣＢ待ち行列内の使用可能なＵＣＢ
に関連付けられなければならない。（ＵＣＢ待ち行列内
の第１のＵＣＢは、ＡＲＥを待ち行列内に挿入する処理
の間は新しく構築されたＡＲＥに対応付けられる必要が
なく、これは、第１のＵＣＢが、第１のＡＲＥをＡＤＭ
Ｆ要求待ち行列内に位置付けるためのアンカー（又はベ
ース）ＵＣＢとして使用されることが要求されるにすぎ
ないからである。）

【０１４７】ステップ４９は再タスク指名制御ブロック
（例えば、このＡＲＥの再タスク指名フィールドからア
ドレス指定されるＴＣＢ又はＳＲＢ）に中断フラグを設
定することによって、各々の完了した要求の結果に関す
る要求ユーザに戻すように伝達するための図７に示され
る処理の次のタスク指名を同期化する。このタスク指名
同期化によって、要求されたＡＤＭＦ作業が完了してユ
ーザに対して利用可能となるまで、ＯＳが他の作業に対
する関連作業をタスク指名することを防止することにな
る。

【０１４８】ＡＤＭＦ要求開始処理 ＡＤＭＦ要求開始処理は図５のステップ４７、又は図６
のステップ５７Ａによって呼び出される。これら呼び出
しは、（１）新しいＡＲＥが図５の処理でＡＤＭＦソフ
トウェア待ち行列に配置され、それを処理するための使
用可能なＵＣＢがある時、又は（２）完了したＡＲＥが
それぞれ図６の処理においてＡＤＭＦソフトウェア待ち
行列から除去される時、はいかなる場合においても生じ
る。

【０１４９】図８と図９における処理は、ＡＤＭＦ要求
エレメント（ＡＲＥ）がソフトウェアＡＤＭＦ要求待ち
行列に配置された後で、ＡＤＭＦハードウェア機能の動
作を開始する（起動させる）。ＡＤＭＦ要求待ち行列上
の現在最も旧いＡＲＥが開始されるのは、それがＵＣＢ
１１のアンカーポインタからのサーチで検出される第１
のＡＲＥであるからである。ハードウェアＡＤＭＦにお
いてＡＲＥを起動させることは、ＡＲＥを関連ＡＤＭＦ
内部待ち行列の一つに配置することを含むものであり、
即ち、ＡＤＭＦ内部待ち行列は、ＡＤＭＦが前に引用さ
れたアメリカ特許出願シリアル番号第０７／４２４、７
９７号において初期化されると、ＡＤＭＦ・ＳＣＨのす
べてに関連付けられている。

【０１５０】図８におけるＡＤＭＦ開始処理は、非活動
状態に設定されたその活動フラグフィールドを有するこ
とが検出される第１の（最も旧い）ＡＲＥによって使用
可能なＵＣＢを割り当てる（関連付ける）ことによって
始まる。ＵＣＢは、ＡＲＥと対応付けられるＡＤＭＦ要
求（ＡＯＢ）がＡＤＭＦに伝達可能であるように、ＡＲ
Ｅに関連付けられなければならない。ＡＲＥと関連付け
られるＡＯＢは、この処理でハードウェアＡＤＭＦにユ
ーザ要求の仕様を搬送する「レター」として動作する。
このＡＯＢ「レター」に関連付けられるＵＣＢはＡＤＭ
Ｆ・ＳＣＨに関連付けられ（ＡＤＭＦ・ＳＣＨによって
ＡＤＭＦ内部待ち行列に関連付けられ）る。ＵＣＢ−Ａ
ＤＭＦ・ＳＣＨ関連は図４に示される処理において設定
されている。

【０１５１】詳細には、ステップ７２はＯＳに知られた
固定位置からＵＣＢ待ち行列内のアンカーＵＣＢへのア
ドレスを獲得する。

【０１５２】アンカーＵＣＢでは、「活動（アクティ
ブ）ポインタ」フィールド内容は獲得且つ検査される。
サーチは活動ポインタフィールドにおける非活動状態を
有することが検出される第１のＵＣＢで終了されて、そ
のＵＣＢは関連ＵＣＢとしてこの処理に割り当てられ
る。

【０１５３】ＵＣＢ待ち行列サーチ処理は各アクセスさ
れたＵＣＢの「次のＵＣＢポインタ」の次に行なわれ、
非活動状態に対する「活動ポインタ」を検査するもので
あり、即ち、非活動状態はＵＣＢがフリーＵＣＢである
ことを表示する。サーチは、フリーＵＣＢが検出される
まで、又はすべてのＵＣＢが使用中状態であることが検
出されるまで、例えば、ＵＣＢ１１、１２、１３等にお
いて、それぞれの「次のＵＣＢポインタ」を使用する。

【０１５４】フリーＵＣＢが検出されると、処理はその
フリーＵＣＢを起動中の現ＡＲＥと関連付ける。

【０１５５】このように、各々のアクセスされたＵＣＢ
では、図８のステップ７３は、ＵＣＢの「活動ポイン
タ」フィールドを検査することによってそのフリー（使
用可能）状態を検査し、何れのポインタも含まないと
（例えば、すべてのゼロを含むと）、ＵＣＢはフリー且
つ使用可能である（エラー状態を表示するのでなけれ
ば）。この場合、制御は図９のステップ７６に転送され
る。

【０１５６】テスト７３によって現ＵＣＢがフリーでな
いことが検出されると、ステップ７４に入って、ＵＣＢ
待ち行列の次のＵＣＢに対する「ＵＣＢポインタ」を獲
得し（これは次に現ＵＣＢになる）、ステップ７５に入
る。ステップ７５によって現ＵＣＢが最後のＵＣＢでな
いことが検出されると、ステップ７５からステップ７３
へのＮＯ経路が選択されて、ＵＣＢサーチの次のＵＣＢ
上でステップ７３を反復する。ステップ７５によって現
ＵＣＢがアンカーＵＣＢであると検出されると、ＵＣＢ
のすべては検査されて、サーチの終わりに図９のステッ
プ７６に対してＹＥＳ経路が選択される。

【０１５７】ステップ７６によって、フリー（使用可能
な）ＵＣＢが検出されないことが表示されると、そのＮ
Ｏ経路は出口７８に対し選択されて、要求開始処理を終
了し、要求開始は行なわれない。

【０１５８】但し、ステップ７６によって、使用可能且
つエラーのないＵＣＢがステップ７３によって検出され
たことの表示が確認されると、ＹＥＳ経路がステップ７
６からステップ７６Ａに対して選択される。ステップ７
６Ａは（図５のステップ４７又は図６のステップ５７に
よって記憶される）現ＡＲＥアドレスを獲得し、そのＡ
ＲＥアドレスをこのＵＣＢの「活動ポインタ」フィール
ドに複写し、これはＵＣＢに対する使用（非使用可能）
状態を表示する。

【０１５９】さらに、ステップ７６Ｂは、現ＡＲＥの
「ＡＯＢポインタ」フィールド内のＡＯＢ仮想アドレス
（これはユーザの仮想アドレス空間内にある）を実アド
レスに変換し、この「変換されたＡＯＢアドレス」は、
図１７の示されるようなＯＲＢ（オペレーションリクエ
スト（操作要求）ブロック）のＡＤＭＦオペレーション
ブロックアドレスフィールドに記憶され、これはステッ
プ７６Ｂによって構成されている。ＯＲＢは、Ｉ／Ｏ装
置の操作を開始するために使用される「サブチャネル開
始」（ＳＳＣＨ）命令の明示オペランドとして周知のＳ
／３７０アーキテクチャにおいて定義される。図１７に
は、ＡＤＭＦ・ＳＣＨ用のＯＲＢフォーマットが記載さ
れている。割り込みパラメータ及び操作制御はＥＳ／３
９０アーキテクチャに記載される通りである。割り込み
パラメータはＯＲＤでＡＤＭＦに供給され、これは、操
作を開始させているＵＣＢとＳＣＨを識別するための操
作に対する完了割り込みの一部として逆に報告すること
になる。これによって、オペレーティングシステムはど
の操作要求が完了しているかを識別することができる。
ＡＤＭＦオペレーションブロックアドレスを用いてＡＯ
Ｂの実アドレスをＡＤＭＦソフトウェアからＡＤＭＦハ
ードウェアへ渡す。ＯＳは、ＡＤＭＦがユーザ記憶域内
のＡＯＢにアクセスすることを可能にするキーフィール
ドで記憶アクセスキーをさらに提供しなければならな
い。ＳＳＣＨ命令は、汎用レジスタ（ＧＲ１）である暗
黙オペランドを有する。（従来技術でＳＳＣＨ命令を実
行する前に、ＯＲＢは構築されて、ＧＲ１のメモリ領域
は後のロードのためにＧＲ１にセットアップされた。）

【０１６０】ステップ７６Ｃに対して、ＧＲ１の領域
は、関連ＡＤＭＦ・ＳＣＨの「サブチャネル番号」をＧ
Ｒ１のメモリ領域に書き込むことによってセットアップ
され、ＯＲＢオペランドは、それに現ＡＲＥの「ＡＯＢ
ポインタ」フィールドにおけるＡＯＢアドレスを複写す
ることによってＯＲＢメモリ領域でセットアップされ
る。ＳＳＣＨ命令は、このＯＲＢ領域に対するアドレス
を含むオペランドを有する。このＳＳＣＨ命令がステッ
プ７６Ｃによって実行される直前に、ＧＲ１はステップ
７６Ｃの一部としてこのＧＲ１メモリ領域からロードさ
れて、このアドレス指定されたＳＣＨを表示する。

【０１６１】ＡＯＢアドレスは、ＡＤＭＦハードウェア
によって実行されるためのＡＯＢを指し示す。そのＡＯ
Ｂは図１２に示される。ＡＯＢはＡＯＢヘッダ、ＭＳＢ
エリア、及びＡＤＭＦ応答ブロックを含む。ＡＯＢヘッ
ダは図１３に示され且つ後述される。ＭＳＢエリア（領
域）はＫ個のＭＳＢを含み、各ＭＳＢは後述のように図
１１に示される。ＡＯＢ応答ブロックは図１４に示され
且つ後述される。

【０１６２】図１３はＡＯＢヘッダを示している。「長
さ」フィールドは、ＡＯＢにおけるバイトの総数を含
む。「コマンド」フィールドは、ＡＯＢにおいて次に来
るものに関する高レベルな記述を含む。本実施例では、
それはＡＤＭＦを指定する。ＭＳＢエリアの新規使用
と、新しい応答ブロックの定義は、他の実施例における
異なるコマンドを介して実行することができる。「ＭＳ
Ｂオフセット」フィールドは実行すべき第１のＭＳＢに
対するポインタである。これによって、プログラミング
は、回復又は再使用に対し要求される場合、ＭＳＢリス
トの中間の操作を再開することができる。

【０１６３】図１１は、ＡＯＢで使用されるＭＳＢフォ
ーマットを示している。従来技術には、チャネルプログ
ラムで使用される異なる形式のＭＳＢフォーマットが記
載されている。ＭＳＢには、３つのフラグフィールドが
含まれる。「ＭＳＢフラグ」は、ＭＳＢの連鎖と、多く
の連続宛て先ページへのソースページの複写を制御す
る。「ソース及び宛て先フラグ」は、ソース及び宛て先
オフセットのアドレス種類の仕様を含む。アドレス種類
は仮想、ＭＳ、実、又はＥＳＢＮ（拡張記憶装置ブロッ
ク数）の何れかである。「ページカウント」フィールド
は、ソースから宛て先へ移動させるための連続ページの
数を含む。ＭＳＢフラグが複写を表示すると、ソースペ
ージは複写され、宛て先にはページカウント時間が複写
される。「ソースＳＴＤ及び宛て先ＳＴＤ」は、付与さ
れるソース及び宛て先オフセットを条件付けるために提
供される。これらのＳＴＤによって、ＣＰＵの外側で実
行するコプロセッサが、オペレーティングシステムによ
ってセットアップされる変換テーブルにアクセスし、仮
想オフセットを実ページアドレスに変換することができ
る。ソース及び宛て先オフセットは、データページが読
み取られ且つ書き込まれる領域に対するポインタであ
る。これらのポインタは、ソース及び宛て先フラグに基
づいて実アドレスに変換される。

【０１６４】図１４は、オペレーションの完了時にＯＳ
に戻されるＡＯＢ応答ブロックを含む。「例外フラグ」
フィールドはオペレーションの完了状態を含む。「エラ
ーＭＳＢオフセット」は実行された最後のＭＳＢを指し
示し、「ページカウント」フィールドは、移動された最
後のページであるか、又はＡＤＭＦが移動しようとした
最後のＭＳＢ内のページを指し示す。「トータルページ
カウント」フィールドはこの操作によって正常に移動さ
れるすべてのページの総数を含む。「ソースアドレス」
及び「宛て先アドレス」は、移動された最後のページの
オフセット、又はＡＤＭＦが移動しようとしたことを反
映する。

【０１６５】ステップ７６ＣがＳＳＣＨ命令を実行する
場合、プロセッサはＳＳＣＨ命令を実行する際に（現Ｕ
ＣＢに関連付けられる）ＡＤＭＦ・ＳＣＨをハードウェ
アＡＤＭＦ内部待ち行列に配置する。（これは、ＡＤＭ
Ｆが関連要求の実行を開始することを可能にする前記ア
メリカ特許出願シリアル番号第０８／０１２、１８７号
で説明される方法において行なわれる。ＡＤＭＦ内部待
ち行列とＡＤＭＦ・ＳＣＨとの関連付けは、ＡＤＭＦが
初期化される場合に実行され、システム内の各ＡＤＭＦ
・ＳＣＨはＡＤＭＦの内部コード（マイクロコード）の
個々のＡＤＭＦ内部待ち行列に関連付けられている。）

【０１６６】ＳＳＣＨ命令の実行は、インタフェースを
提供することによってソフトウェアＵＣＢに対する作業
割り当てがＳＣＨによってＡＤＭＦハードウェア作業待
ち行列に関連付けることができることによって、各ユー
ザＡＤＭＦ作業要求に対するソフトウェアＡＤＭＦイン
タフェースとハードウェアＡＤＭＦインタフェースとを
最終的に接続させるものである。

【０１６７】いったんユーザ作業要求が（関連ＡＤＭＦ
・ＵＣＢを介して）関連ＳＣＨに対するＳＳＣＨ命令に
よってＡＤＭＦ内部待ち行列に配置されると、前記アメ
リカ特許出願シリアル番号第０７／０１２、１８７号に
述べられた方法において、ＡＤＭＦはそのＡＤＭＦ内部
待ち行列の中の作業要求を（その関連ＡＤＭＦ・ＳＣＨ
を介して）移動させて、そのＡＤＭＦコプロセッサの中
でＡＤＭＦ作業ロードのバランスをとる。

【０１６８】ステップ７６ＣがＳＳＣＨ命令実行を完了
すると、ＡＤＭＦ開始処理はユーザＡＤＭＦ要求を終了
させる。

【０１６９】ＡＤＭＦ要求完了 図６は、将来のユーザＡＤＭＦ要求による次の使用のた
めのＵＣＢ待ち行列とＡＲＥ待ち行列を作成するため
に、ＡＤＭＦが要求を完了すると実行されるＡＤＭＦソ
フトウェア処理を表示し、タスク指名実行をいつでもで
きるように、要求を作るＴＣＢ又はＳＲＢを作成する。

【０１７０】いつの時でも、多数の並列ＡＤＭＦコプロ
セッサはシステム内のＣＰＵの１つによって実行される
異なる開始サブチャネル命令を介してソフトウェアＡＤ
ＭＦ要求待ち行列から受信される異なるユーザ要求につ
いて別個に作業していることもある。任意のユーザ要求
は、何時他のユーザ要求がＡＤＭＦによって完了される
かについてはは関係なくＡＤＭＦで実行されることもあ
る。従って、ＡＤＭＦは、ソフトウェアＡＤＭＦ要求待
ち行列がその要求をＡＤＭＦへ送っている順序とは関係
のない方法で、受信された要求を完了する。

【０１７１】システム内のＣＰＵは、それが同一ＣＰＵ
であるか、又は、ＡＤＭＦハードウェアに対しユーザ要
求を送った開始サブチャネル命令を実行したＣＰＵから
の異なるＣＰＵであるか、には関係なく、図５の処理を
実行することもできる。

【０１７２】このように、ユーザ要求がＦＩＦＯ順序で
ソフトウェアＡＤＭＦ要求待ち行列に配置されると、又
はこれらの要求に対する開始サブチャネル命令が、要求
がＡＲＥ要求待ち行列によって受信される順序でステッ
プ７６Ｃによって実行されると、要求のＡＤＭＦ完了は
それにもかかわらず、あるユーザ要求が他の要求よりも
さらに多くのページを移動させるという理由により異な
る順序を有することもある。

【０１７３】各作業要求が完了すると同時に、ＡＤＭＦ
はＳ／３９０アーキテクチャに従ってシステム内ですべ
てのＣＰＵにＩ／Ｏ割り込み信号を付与する。１個の、
つまりたった一つのＣＰＵが割り込み処理を受け入れる
ことになる。ＡＤＭＦ割り込み信号は２つの情報を記憶
する。一つは割り込みパラメータであり、もう一つは関
連サブチャネルの識別番号である。割り込みがＡＤＭＦ
ハードウェアによって合図される場合にこの割り込み情
報を所定のメモリ位置に記憶させることによって、ＡＤ
ＭＦハードウェア機能はこの割り込み情報をＯＳソフト
ウェアに対して使用可能にする。Ｉ／Ｏ割り込みに対し
て使用可能とされるシステム内のＣＰＵは、割り込み信
号を受け入れ且つ処理し、図６に示される処理を実行す
ることもできる。

【０１７４】割り込み／受信ＣＰＵは従来のＯＳ割り込
みソフトウェアを実行し、これは、記憶された割り込み
情報を（所定の割り込み情報位置において）、図６のＡ
ＤＭＦソフトウェア処理でのエントリステップ５１に対
して使用可能にして、これによって所定の割り込み領域
にアクセスし図６の処理の実行を開始することができ
る。

【０１７５】ステップ５２は所定の割り込み領域にアク
セスし、完了した操作に関連付けられるＵＣＢアクセス
を含む割り込みパラメータを獲得し、さらに同じＵＣＢ
における「活動ポインタ」の位置を計算する。ＡＲＥア
ドレスはこの活動ポインタフィールドにある。ＡＲＥは
アクセスされて、その活動フラグは非活動状態にリセッ
トされ、それによって他のフィールドの内容を無効にす
る。ＡＲＥは、次の及び前の要素ポインタを処理するこ
とによって作業待ち行列から除去されるので、その次の
及び前の隣接要素は前の及び次のＡＲＥとしてそれぞれ
互いに指し示すことになる。

【０１７６】さらに、ステップ５３では、アクセスされ
たＵＣＢにおいて活動ポインタ（ＡＲＥアドレス）をゼ
ロにし、これによってそのＵＣＢを自由にして、任意の
ユーザからの新しいＡＤＭＦ作業要求に対する再割り当
てに対して使用可能とする。

【０１７７】ステップ５４は（完了した作業要求に関連
付けられるユーザのＴＣＢ又はＳＲＢにおいて）中断フ
ラグをマークして、要求されたページの移動操作の結果
を要求中のユーザに伝達することに関する図７の処理を
実行するためにＯＳがユーザを再タスク指名することを
可能にする。これはＣＥＣ（中央電子複合システム）の
１つのＣＰＵで生じることもある。

【０１７８】ステップ５６は、ＡＤＭＦおいてでまだ開
始されていない別の要求に対するＡＤＭＦ要求待ち行列
を走査する。この走査は、アンカＵＣＢにアクセスし
て、（本明細書において既に説明された方法で）ＡＤＭ
Ｆ要求待ち行列内の現ＡＲＥのサーチを開始することに
よって始まる。各々のそれに続くＡＲＥは、ＡＲＥが非
活動状態に設定される活動フィールドを含むことが検出
されて、（ＡＲＥに関連付けられる）要求がＡＤＭＦに
おいてまだ開始されていないことを示すまで、又はすべ
てのＡＲＥが走査されて非活動状態のＡＲＥが検出され
なくなるまで、待ち行列においてアクセスされる。

【０１７９】ステップ５７は、サーチが開始されること
が必要な何れかのＡＲＥを検出したかどうかを検査す
る。非活動ＡＲＥが検出されないと、ステップ５８に対
してＮＯ経路が選択されて、割り込み信号に対する処理
を終了する。

【０１８０】ステップ５７が非活動ＡＲＥを検出する
と、そのＹＥＳ経路はステップ５７Ａに対し選択され
て、保留状態のＡＲＥに対する図８と図９においてＡＤ
ＭＦ要求開始処理を呼び出す。さらに図６における処理
はステップ５８で終了される。

【０１８１】ユーザに対する完了応答 ＡＤＭＦ操作中に生じる通常の完了と例外はＡＤＭＦ応
答ブロック（ＡＲＢ）において表示され、これは、ＡＤ
ＭＦ操作中に検出されているエラー状態の結果としてＡ
ＤＭＦ割り込み信号が提供される場合、図１２と図１４
に示されるＡＯＢの一部である。Ｉ／Ｏ割り込みに対し
て使用可能とされるシステムのＣＰＵの何れかはＩ／Ｏ
割り込みを受け入れて、割り込みを処理するためのＯＳ
を呼び出すこともできる。ＯＳは、ＯＳが処理しなけれ
ばならない異常表示に対してＡＲＢの割り込み状態情報
を検査し、必要な場合にそれを実行する。

【０１８２】ＯＳソフトウェアとＡＤＭＦハードウェア
との内部通信は、ＡＯＢ応答ブロック、サブチャネルス
テータスワード（ＳＣＳＷ）、及び割り込み応答ブロッ
ク（ＩＲＢ）を含む。ＳＣＳＷにおいて例外状態が検出
されないと、ＣＰＵの制御はＡＤＭＦサービスプログラ
ムに送られ、存在することが検出されるとＯＳが最初に
処理しなければならない例外状態に対して提供されたＡ
ＲＢを検査する。何も検出されない場合、ＣＰＵ制御は
ユーザプログラムに戻されて、さらに実行を開始する。

【０１８３】ステップ６１は図７の処理に入って、完了
状態によって現在完了しているＡＤＭＦ要求のＡＤＭＦ
ソフトウェアサービスを提供する。

【０１８４】ステップ６２は、処理しなければならない
ＡＲＢの例外状態に対してＡＲＢを検査する。

【０１８５】ステップ６３は、ＡＲＢに付与される情報
の分析に基づいて、ユーザに戻りコードを提供する。

【０１８６】最後に、ステップ６４は更なる処理のため
にＣＰＵ処理をユーザに戻す。

【０１８７】ＥＳページ無効の同期化 図１６によって行なわれる同期化は、ＥＳページがＣＰ
Ｕ上のＯＳによって無効にされ、一方でそれが別のＣＰ
Ｕ又はＡＤＭＦコプロセッサによって移動中であると、
システムエラー状態の発生を防止する。「同期ワード」
はＣＰＵによってＥＳページの無効を遅延するのに使用
され、一方、ページはシステム内のアンカープロセッサ
（例えば、別のＣＰＵ又はＡＤＭＦコプロセッサ）によ
って移動中である。これは、移動が進行中である間、Ｅ
Ｓページを別の使用に対して再割り当てすることを防止
し、データの完全性を保護するために要求される。

【０１８８】同期ワードは、無効にするためのＥＳによ
って支援される仮想ページアドレスを識別するＩＥＳＢ
Ｅ（ＥＳブロックエントリを無効にする）命令の実行の
始めにアクセスされる。ＩＥＳＢＥ命令は各ＣＰＵのハ
ードウェア及び内部コード（マイクロコード）の内の少
なくとも１つによって支援される。

【０１８９】同期ワードは４つのフィールド、即ち、
Ｍ、Ｉ、Ｒ、Ａ、を含む。

【０１９０】Ｍフィールドのビットは、システムのＣＰ
Ｕにそれぞれ関連付けられる。各Ｍビットは、すべての
ＩとＲビットがゼロである場合においてのみ関連ＣＰＵ
による移動ページ（ＭＶＰＧ）命令の実行の始めにその
関連ＣＰＵによってオンに設定される。命令実行は、こ
の状態が真になるまで待機する。Ｍビットは移動ページ
（ＭＶＰＧ）命令の実行の終わりにオフに設定される。

【０１９１】Ｉフィールド内のビットもまた、それぞれ
ＣＰＵに関連付けられる。各Ｉビットは、関連ＣＰＵに
よるＩＥＳＢＥ命令の実行の始めにその関連ＣＰＵによ
ってオンに設定される。Ｉビットは、すべてのＭ及びＡ
ビットがゼロになると、ＩＥＳＢＥ命令の実行の終わり
でオフに設定される。

【０１９２】Ａフィールド内のビットはＡＤＭＦコプロ
セッサにそれぞれ関連付けられており、各コプロセッサ
がＥＳに対する、又はＥＳからのページ移動を現在実行
中である場合に表示する。各Ａビットは、すべてのＩ及
びＲビットがゼロである場合のみならず、関連ＡＤＭＦ
コプロセッサによるページ移動の始めにオンに設定され
る。コプロセッサは、ＥＳを含むページ移動を開始させ
る前にこの状態が真になるまで待機する。Ａビットは、
関連ＡＤＭＦコプロセッサによる各ページ移動の終わり
にオフに設定される。従って、各Ａビットは、その関連
ＡＤＭＦコプロセッサによるページ移動操作間ではオフ
状態にある。

【０１９３】Ｒフィールド内のビットはそれぞれＡＤＭ
Ｆコプロセッサに関連付けられる。各Ｒビットは、その
関連コプロセッサが進行中のエラー回復手順を有する場
合時にオン状態を表示する。コプロセッサはＥＳページ
を移動する処理中に故障し、ページ移動操作を完了して
いない可能性がある。各Ｒビットは、その関連コプロセ
ッサが進行中のエラー回復手順を有していない場合、オ
フ状態にある。

【０１９４】このため、同期ワード内の個々のビット
は、先の段落において述べられた条件によってオン・オ
フにされている。

【０１９５】ＩＥＳＢＥ命令はシステム内での使用の頻
度が低い。１つのＣＰＵがＩＥＳＢＥ命令を実行するた
びに、またプロセッサがそのＩビットをオンにした直
後、そのＣＰＵは同期ワードのすべてのＭ＆Ａビットの
状態を検査して一つのビットがオンに設定されているか
どうかを決定する（これは、あるプロセッサがＥＳペー
ジの移動処理中にあることを表示する）。Ｍ又はＡのビ
ットがオンであると、ＩＥＳＢＥ命令は、すべてのＭ＆
ＡビットがゼロになるまでＣＰＵ支援内部コードによっ
て遅延され、その後、ＣＰＵはＩＥＳＢＥ命令を完了す
る。

【０１９６】Ｍ又はＡのビットのどちらも新しくオンに
設定できず、一方、Ｉ−ビット又はＲ−ビットがオンで
あって、これによってＩＥＳＢＥ命令とＡＤＭＦ回復処
理が妥当な時間で完了することができる。この目的は、
ＡＤＭＦ多重ページ操作の各ページ移動の後にＡ−ビッ
トをオフに設定することによって支持される。

【０１９７】同期化ＩＥＳＢＥ命令の使用を回避するた
めに、ロックビット（Ｌ）は、先に引用されたアメリカ
特許出願シリアル番号第０７／４２４、７９７号に示さ
れ且つ述べられている従来技術のＭＶＰＧの有効ＥＳ・
ＰＴＥにおいて定義されている。Ｌビットは、このＰＴ
Ｅによって表現されるＥＳページが移動されていること
をＯＳに対して表示するために、Ｍ又はＡビットを設定
した後にＣＰＵ又はＡＤＭＦコプロセッサによって設定
される。Ｌビットがオフであるとページを無効にするた
めに、ＯＳとしては比較・スワップ命令を使用すること
ができる。Ｌビットがオンであると、ＩＥＳＢＥ命令を
使用することによって、同期化方法でページを無効にし
なければならない。

【０１９８】ＡＤＭＦコプロセッサは、ＥＳページを移
動する前にもまた、Ｌビットをオンにして、ＩＥＳＢＥ
がページを無効にするために使用される必要がある場合
にシステム内のプロセッサが活動的にページを移動させ
ていることをＯＳに報告しなければならない。ＡＤＭＦ
が同期ワードを使用することによって、ＩＥＳＢＥがＡ
ＤＭＦコプロセッサを待機してページング活動を完了す
るためのメカニズムが提供される。

【０１９９】ＡＤＭＦコプロセッサは回復操作中にＲビ
ットをオンにして、ページングに関してすべてのＣＰＵ
とＡＤＭＦコプロセッサを再同期化する。Ｒビットがい
ったん設定されると、すべてのページング活動は最終的
に停止することになり、コプロセッサは制御情報を初期
化し、Ｒビットをオフにしてすべてのページング活動を
再開することができる。Ｒ−ビットは、ＡＤＭＦの他の
コプロセッサによるページ移動と同様、ＣＥＣのＣＰＵ
によるすべてのＭＶＰＧ命令の開始を遅延させる。これ
は、すべてのＲ−ビットとＩ−ビットがオフ状態になる
まで、所定の移動を実施することを遅らせることにな
る。

【０２００】

【発明の効果】本発明は上記のように構成されているの
で、データ処理システムにおけるソフトウェアユーザと
ハードウェアＡＤＭ機能との間でソフトウェア対ソフト
ウェアのインタフェース、及びソフトウェア対ハードウ
ェアのインタフェースを実行することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】コンピュータシステムのソフトウェア領域に位
置付けられる「ＡＤＭＦ・ＵＣＢ待ち行列」と「ＡＤＭ
Ｆ要求待ち行列」の各構造を示す図である。

【図２】コンピュータシステムにおけるすべてのＡＤＭ
Ｆ・ＳＣＨ（サブチャネル）を検出し、検出されたＡＤ
ＭＦ・ＳＣＨを表現するＡＤＭＦ・ＳＣＨＩＢ（サブチ
ャネル情報ブロック）のスタックを構築するための処理
を含むＵＣＢ待ち行列の構築を開始するために使用され
る処理のフローチャートである。

【図３】図２に示される処理によって付与されるＡＤＭ
Ｆ・ＳＣＨＩＢのスタックからＵＣＢ待ち行列を構築す
るための処理のフローチャートである。

【図４】図２に示される処理によって付与されるＡＤＭ
Ｆ・ＳＣＨＩＢのスタックからＵＣＢ待ち行列を構築す
るための処理のフローチャートである。

【図５】ＡＤＭＦ要求待ち行列の要素を構築し、関連し
た構成要素を構築する際に使用される処理のフローチャ
ートであって、ユーザ提供のソフトウェアリスト（図１
０に示される）から構築され且つＡＤＭＦハードウェア
機能へのユーザ要求を定義するために使用されるＡＤＭ
Ｆ操作ブロック（ＡＯＢ）を含む図である。

【図６】ＡＤＭＦ要求待ち行列から関連したＡＲＥ（Ａ
ＤＭＦ要求要素）を除去し、新規のユーザ要求への割り
当てに使用可能であるように関連したＵＣＢを自由にす
るために、ＡＤＭＦハードウェア機能からの要求完了割
り込み信号に応答する処理のフローチャートである。

【図７】図６において割り込み駆動処理を呼び出したユ
ーザのＡＤＭＦ要求に対するＡＤＭＦハードウェア機能
によって、性能の結果状態表示を要求中のユーザに伝達
するための非同期処理のフローチャートであり、ユーザ
に戻された指示は、要求が正常終了を有するか、又は異
常エラー状態終了を有するかを示す。

【図８】ＵＣＢ待ち行列上に自由なＵＣＢを検出し、そ
のＵＣＢをユーザ要求に割り当て、そのＵＣＢをユーザ
要求に対して構築されたＡＯＢに関連付け、さらに要求
に対してなすべきＡＤＭＦ作業を定義するためのＡＤＭ
Ｆハードウェア機能にＡＯＢを付与するＡＤＭＦハード
ウェア機能に対するＡＤＭＦ要求を開始させるための処
理のフローチャートである。

【図９】ＵＣＢ待ち行列上に自由なＵＣＢを検出し、そ
のＵＣＢをユーザ要求に割り当て、そのＵＣＢをユーザ
要求に対して構築されたＡＯＢに関連付け、さらに要求
に対してなすべきＡＤＭＦ作業を定義するためのＡＤＭ
Ｆハードウェア機能にＡＯＢを付与するＡＤＭＦハード
ウェア機能に対するＡＤＭＦ要求を開始させるための処
理のフローチャートである。

【図１０】ハイパー空間とユーザアドレス空間との間で
ページを転送するためのユーザソフトウェア要求を提供
するリストを示す図であり、そのユーザ要求を本発明で
使用することによって、ＡＯＢを構築し、そのＡＯＢを
ＵＣＢとＡＲＥに関連付けるものである。

【図１１】ＡＤＭＦ移動仕様ブロック（ＭＳＢ）の構造
を示す図である。

【図１２】ＡＤＭＦ操作ブロック（ＡＯＢ）の構造を示
す図である。

【図１３】ＡＤＭＦ・ＡＯＢヘッダの構造を示す図であ
る。

【図１４】ＡＤＭＦ応答ブロック（ＡＲＢ）の構造を示
す図である。

【図１５】好ましい実施例によって使用される全体の処
理のダイアグラムである。

【図１６】好ましい実施例で使用される同期化ワードを
示す図である。

【図１７】ＡＤＭＦ操作要求ブロック（ＯＲＢ）の構造
を示す図である。

【図１８】ＡＤＭＦ割り込み応答ブロック（ＩＲＢ）の
構造を示す図である。

【図１９】ＡＤＭＦサブチャネル状態語（ＳＣＳＷ）の
構造を示す図である。

【図２０】ＡＤＭＦを用いたページ移動の要求が進行し
なければならないインタフェースのレベルを表示するダ
イアグラムである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェイムズ アントニーニ アメリカ合衆国10605−2029、ニューヨー ク州ホワイト プレインズ、オールド マ マロネック ロード 20、アパートメント ６エイ (72)発明者 グレン アラン ブレント アメリカ合衆国12571、ニューヨーク州レ ッドフック、ボックス 162エイ、ロード ３ (72)発明者 トーマス エドワード クック アメリカ合衆国12571、ニューヨーク州レ ッドフック、エコー ヴァレイ ロード 21 (72)発明者 トーマス ジェイ． ドゥケット アメリカ合衆国12580、ニューヨーク州ス ターツバーグ、ボックス 364ビー、ルー ラルルート １ (72)発明者 ジョゼフ チャールズ エリオット アメリカ合衆国12533、ニューヨーク州ホ ープウェル ジャンクション、ラーチモン ト ドライヴ 29 (72)発明者 フランシス エドワード ジョンソン アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州パ キプシ、アルフレッド ドライヴ 10 (72)発明者 カスパー アンソニー スカルジ アメリカ合衆国12601、ニューヨーク州パ キプシ、アカデミー ストリート 160、 アパートメント ７イー (72)発明者 ケネス ラルフ ヴェラスカ アメリカ合衆国12546、ニューヨーク州ミ ラートン、ボックス 83−０、ロード１、 ペロッティ ロード (72)発明者 ジョゼフ アーサー ウイリアムズ アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州パ キプシ、レイクビュー ロード ９ (72)発明者 ハリー モーリス ユーデンフレンド アメリカ合衆国12590、ニューヨーク州ワ ッピンガーズ フォールズ、オール エン ジェルス ヒル ロード 112

Claims (25)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データ処理システムのソフトウェアユー
   ザによってハードウェアデータ移動機能（ＡＤＭＦ）を
   制御する方法であって、 パラメータ制御リスト、及び２つの仮想アドレス空間の
   間でデータを移動させるための１つ以上のデータ移動仕
   様を含むページ移動テーブルから成るユーザソフトウェ
   アプログラムによってＡＤＭＦ要求を付与する工程を有
   し、パラメータ制御リストは、仮想アドレス空間が同一
   又は異なる媒体上のデータによって支援されるかどうか
   についてのインディケータと、アドレス空間の１つに対
   するデータ転送の方向に関するインディケータを含み、
   各データ移動仕様は、移動したデータの位置を指定する
   ためのデータ処理システムの主記憶域におけるソース仮
   想アドレスと宛て先仮想アドレスを含み、 パラメータ制御リストとページ移動テーブルからＡＤＭ
   Ｆ制御ブロック（ＡＣＢ）を構築する工程を有し、 ＡＤＭ要求待ち行列のＡＤＭ要求要素（ＡＲＥ）をＡＤ
   ＭＦ制御ブロックに割り当て、記憶域においてＡＯＢを
   位置付けるためのＡＯＢポインタを要素に書き込む工程
   を有し、 ＡＲＥをＡＤＭＦ要求待ち行列に入れる工程を有し、 ＡＲＥポインタを関連ＵＣＢに書き込むことによって装
   置制御ブロック（ＵＣＢ）をＡＲＥに関連付ける工程を
   有し、ＵＣＢはＡＤＭＦサブチャネルを表示し、 開始サブチャネル（ＳＳＣＨ）命令のオペランドとして
   操作要求ブロック（ＯＲＢ）を形成し、ＡＯＢのアドレ
   スをＯＲＢに配置する工程を有し、 データ処理システム内のプロセッサによってＳＳＣＨ命
   令を実行することによって、ＵＣＢに関連付けられるサ
   ブチャネルをＡＤＭＦ内のＡＤＭＦ待ち行列に配置する
   工程を有する、データ処理システムのソフトウェアユー
   ザによるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
2. 【請求項２】 データ処理システムの主記憶域によって
   ユーザプログラムを有する仮想アドレス空間の１つを支
   援し、データ処理システムの主記憶域以外のランダムア
   クセス記憶域によって他の仮想アクセス空間を支援する
   工程をさらに有する、請求項１記載のデータ処理システ
   ムのソフトウェアユーザによるハードウェアデータ移動
   機能の制御方法。
3. 【請求項３】 ＡＲＥがＡＤＭ・ＵＣＢに割り当てられ
   ると、ＡＲＥの活動フラグを活動状態に設定する工程を
   さらに有するとともに、活動フラグはＡＲＥがＡＤＭ・
   ＵＣＢに割り当てられていない間は非活動状態にある、
   請求項１記載のデータ処理システムのソフトウェアユー
   ザによるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
4. 【請求項４】 ＵＣＢに関連付けられるＡＤＭＦ作業要
   求の完了又は失敗と同時にＡＤＭＦによって割り込み信
   号を生成し、記憶域の所定の割り込み位置においてＵＣ
   Ｂに関連付けられるＵＣＢとＡＯＢの少なくとも一方の
   識別を記憶する工程と、 ＵＣＢにアクセスし、ＵＣＢ内のＡＲＥポインタを獲得
   して、割り込み信号によって信号が送られるＡＤＭＦに
   よって完了した作業に関連付けられるＡＲＥを位置付け
   る工程と、 ＡＤＭＦ要求待ち行列からＡＲＥを除去して、他のＡＤ
   ＭＦ要求による使用のためにＵＣＢを自由にする工程
   と、 をさらに有する請求項１記載のデータ処理システムのソ
   フトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の
   制御方法。
5. 【請求項５】 ユーザソフトウェアプログラムのＡＤＭ
   Ｆ要求によって表現されるＡＤＭＦ作業の実行の成功又
   は失敗に関するインディケータをユーザソフトウェアプ
   ログラムに戻す工程をさらに有する、請求項４記載のデ
   ータ処理システムのソフトウェアユーザによるハードウ
   ェアデータ移動機能の制御方法。
6. 【請求項６】 異なるＡＤＭＦサブチャネルを表現する
   ための複数のＡＤＭ・ＵＣＢを生成する工程をさらに有
   し、各ＡＤＭ・ＵＣＢは、ＡＤＭ・ＵＣＢがユーザソフ
   トウェアプログラムによりＡＤＭＦ要求に関連付けられ
   てない場合に自由な状態にあり、 ユーザソフトウェアプログラムによるＡＤＭＦ作業要求
   に関連付けるために自由なＡＤＭ・ＵＣＢを選択する工
   程をさらに有する、請求項１記載のデータ処理システム
   のソフトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機
   能の制御方法。
7. 【請求項７】 ユーザソフトウェア要求を表現するＡＯ
   Ｂの位置付けを可能にするポインタをＡＤＭ・ＵＣＢに
   書き込むことによってＡＤＭ・ＵＣＢとユーザソフトウ
   ェア要求との関連付けを行なう工程をさらに有する、請
   求項６記載のデータ処理システムのソフトウェアユーザ
   によるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
8. 【請求項８】 複数のＡＤＭ・ＵＣＢをＡＤＭ・ＵＣＢ
   待ち行列に連鎖する工程と、 ＡＤＭ要求待ち行列にＡＤＭ要求要素（ＡＲＥ）を位置
   付けるためのＡＤＭ・ＵＣＢの１つにアンカーポインタ
   を書き込む工程と、 アンカーポインタによって位置付けられるＡＲＥからの
   すべてのＡＲＥを連鎖する工程と、 をさらに有する請求項６記載のデータ処理システムのソ
   フトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の
   制御方法。
9. 【請求項９】 次のＡＤＭ・ＵＣＢを位置付けるための
   各ＡＤＭ・ＵＣＢのポインタをＡＤＭ・ＵＣＢ待ち行列
   に書き込み、最後のＡＤＭ・ＵＣＢのポインタをアンカ
   ーＡＤＭ・ＵＣＢを位置付けるためのＡＤＭ待ち行列に
   書き込むことによって、ＡＤＭ・ＵＣＢ待ち行列におい
   て連鎖を実行する工程と、 データ処理システムの記憶域における所定の位置にアン
   カーポインタに対するアドレスを提供する工程と、 をさらに有する請求項７記載のデータ処理システムのソ
   フトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の
   制御方法。
10. 【請求項１０】 ＡＤＭＦサブチャネルを各ＡＤＭ・Ｕ
    ＣＢに結合し、各サブチャネルをＡＤＭＦ内のＡＤＭＦ
    待ち行列に関連付ける工程と、 ユーザソフトウェアプログラムのＡＤＭＦ要求に対して
    選択されているＡＤＭ・ＵＣＢに応答して各ＡＤＭＦサ
    ブチャネルを関連ＡＤＭＦ待ち行列に入れる工程と、 をさらに有する請求項８記載のデータ処理システムのソ
    フトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の
    制御方法。
11. 【請求項１１】 ＡＤＭＦサブチャネルを識別するため
    のＡＤＭＦサブチャネル識別子をＡＤＭ・ＵＣＢに書き
    込むことによってＡＤＭＦサブチャネルをＡＤＭ・ＵＣ
    Ｂに対し結合する工程をさらに有する、請求項７記載の
    データ処理システムのソフトウェアユーザによるハード
    ウェアデータ移動機能の制御方法。
12. 【請求項１２】 各ＡＯＢと関連ＡＲＥを１つの制御ブ
    ロックに結合する工程をさらに有する、請求項１記載の
    データ処理システムのソフトウェアユーザによるハード
    ウェアデータ移動機能の制御方法。
13. 【請求項１３】 データ移動テーブルに付与される複数
    のデータ移動仕様からＡＯＢを生成する工程をさらに有
    するとともに、各データ移動仕様は仮想アドレス空間に
    連続的に位置付けられる多数のデータブロックを指定す
    る、請求項１記載のデータ処理システムのソフトウェア
    ユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
14. 【請求項１４】 パラメータ制御リストと、ユーザソフ
    トウェアプログラムのＡＤＭＦ要求を表現するためのデ
    ータ移動テーブルにユーザ仮想アドレスのみを付与する
    工程をさらに有する、請求項１記載のデータ処理システ
    ムのソフトウェアユーザによるハードウェアデータ移動
    機能の制御方法。
15. 【請求項１５】 ＡＯＢの仮想アドレスを変換し、結果
    として変換されたＡＯＢアドレスを開始サブチャネル命
    令のためのＯＲＢに配置することによって、サブチャネ
    ルを関連ＡＤＭＦ待ち行列に入れることを可能にする、
    請求項１記載のデータ処理システムのソフトウェアユー
    ザによるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
16. 【請求項１６】 ＡＯＢによって表現されるＡＤＭＦ作
    業要求を実行するためのＡＯＢにおける仮想アドレスを
    ＡＤＭＦによって変換する工程をさらに有する、請求項
    １５記載のデータ処理システムのソフトウェアユーザに
    よるハードウェアデータ移動機能の制御方法。
17. 【請求項１７】 ＡＯＢが生成されている場合にＡＤＭ
    応答ブロック（ＡＲＢ）を各ＡＯＢに追加する工程と、 関連ＡＤＭＦ作業要求が正常に完了したかどうか、さら
    にＡＤＭＦ作業要求の実行中にエラー状態が検出された
    かどうか、を表示するための割り込みデータをＡＤＭＦ
    によってＡＲＢに記入する工程と、 ＡＤＭＦ作業要求のためのＡＤＭＦによって処理が終了
    される場合に記憶域の所定の割り込み領域にＡＲＢを複
    写する工程と、 をさらに有する請求項１記載のデータ処理システムのソ
    フトウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の
    制御方法。
18. 【請求項１８】 ＡＤＭＦ作業要求に対して移動された
    データブロックのカウントをＡＤＭＦによってＡＲＢに
    さらに記入する工程をさらに有する、請求項１７記載の
    データ処理システムのソフトウェアユーザによるハード
    ウェアデータ移動機能の制御方法。
19. 【請求項１９】 ＡＤＭＦ作業要求の実行中にエラー状
    態を有することが検出されるソース及び宛て先の少なく
    とも一方のデータブロックの記憶位置をＡＲＢにさらに
    記入する工程をさらに有する、請求項１７記載のデータ
    処理システムのソフトウェアユーザによるハードウェア
    データ移動機能の制御方法。
20. 【請求項２０】 ＡＯＢのヘッダ領域に、ＡＯＢが生成
    されている場合、ＡＤＭＦによる実行のための連続デー
    タ移動仕様の部分集合を記述する工程をさらに有すると
    ともに、その部分集合はＡＯＢにおけるすべてのデータ
    移動仕様と等しいか、又は小さい、請求項１記載のデー
    タ処理システムのソフトウェアユーザによるハードウェ
    アデータ移動機能の制御方法。
21. 【請求項２１】 ハイパー空間を、ランダムアクセス電
    子拡張記憶域（ＥＳ）におけるデータブロックによって
    支援される他の仮想アクセスとして付与し、ハイパー空
    間と、データ処理システムの主記憶域におけるデータブ
    ロックによって支援されるユーザアクセス空間の内部、
    又はそれらの間でデータブロックを転送する工程をさら
    に有するとともに、各データ転送は、ハイパー空間とユ
    ーザアドレス空間の内部、又はそれらの間にあるものと
    してユーザによって視認されるとはいえ、補助記憶域の
    内部又はそれらの間で物理的に生じる、請求項２記載の
    データ処理システムのソフトウェアユーザによるハード
    ウェアデータ移動機能の制御方法。
22. 【請求項２２】 すべてのハイパー空間を含むすべての
    仮想アドレス空間と、仮想アドレス空間のためのすべて
    の補助記憶域を、データブロックを含むための均等サイ
    ズページに分割する工程をさらに有する、請求項２１記
    載のデータ処理システムのソフトウェアユーザによるハ
    ードウェアデータ移動機能の制御方法。
23. 【請求項２３】 前記待ち行列に入れる工程は、 ＡＤＭＦ待ち行列の１つをＡＤＭＦ作業待ち行列として
    選択することと、 すべてのＡＤＭＦサブチャネルからのすべてのＡＤＭＦ
    要求をＡＤＭＦ作業待ち行列に入れることと、 を有する請求項１０記載のデータ処理システムのソフト
    ウェアユーザによるハードウェアデータ移動機能の制御
    方法。
24. 【請求項２４】 ページ（データブロック）が移動中で
    ある間は無効にされることのないように、（実行記憶域
    以外の）ランダムアクセス記憶域によって支援されるペ
    ージを移動するためのデータ処理システムにおいて仮想
    アドレス指定を用いるプロセッサ間の操作を同期化する
    方法であって、 データ処理システムの記憶域に同期化フィールドを提供
    する工程を有し、前記同期化フィールドはシステムの各
    プロセッサごとに複数のビット位置を含み、各プロセッ
    サごとの複数のビット位置は、関連プロセッサがページ
    を移動する工程中であるか、ページを無効にする工程中
    であるか、又はエラー再試行状態にあるか、を表示し、 他のプロセッサがページを無効にするか、又は移動させ
    る工程中であることの表示に対してページを無効、又は
    移動させることに関し、プロセッサによって同期化フィ
    ールドの状態を検査する工程を有し、 同期化フィールドによってページを無効にしたり、又は
    移動させていることが表示されるプロセッサがない場
    合、プロセッサがページを無効にさせたり、移動させた
    りする前に（他のプロセッサとわずかに一致させて）同
    期化フィールドにビット位置を設定する工程を有し、 同期化フィールドにおいてページを無効にしたり、又は
    移動させる工程中にあるように表示されるプロセッサが
    他に１つもない場合、ページを無効にしたり、又は移動
    させる工程を有する、プロセッサ間の操作の同期化方
    法。
25. 【請求項２５】 関連特殊サブチャネル（ＳＣＨ）をそ
    れぞれ表現するための複数のＵＣＢ（装置制御ブロッ
    ク）を付与する方法であって、 記憶サブチャネル命令を実行して、各サブチャネルから
    のデータをＳＣＨＩＢ（サブチャネル情報ブロック）に
    複写する工程と、 ＳＣＨＩＢがＡＤＭ・ＳＣＨを表現するかどうかを表示
    するためのＳＣＨＩＢに複写されるタイプフィールドを
    検出する工程と、 ＡＤＭ・ＳＣＨを表現するために検出される各ＳＣＨＩ
    ＢごとにＡＤＭ・ＵＣＢを構築する工程と、 割り当てられるたＵＣＢに関連付けられるＳＣＨを用い
    るデータ処理システムにおいてハードウェアデータ移動
    機能（ＡＤＭＦ）によって実行されるべき作業に対する
    ソフトウェア要求にＵＣＢを割り当てることのできるＡ
    ＤＭ・ＵＣＢ待ち行列にＡＤＭ・ＵＣＢを連鎖する工程
    と、 を有する複数の装置制御ブロックの付与方法。