JPH0769844B2 - データ空間への共通アクセス装置及び方法 - Google Patents
データ空間への共通アクセス装置及び方法Info
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- JPH0769844B2 JPH0769844B2 JP3252875A JP25287591A JPH0769844B2 JP H0769844 B2 JPH0769844 B2 JP H0769844B2 JP 3252875 A JP3252875 A JP 3252875A JP 25287591 A JP25287591 A JP 25287591A JP H0769844 B2 JPH0769844 B2 JP H0769844B2
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/52—Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/0223—User address space allocation, e.g. contiguous or non contiguous base addressing
- G06F12/0292—User address space allocation, e.g. contiguous or non contiguous base addressing using tables or multilevel address translation means
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Multi Processors (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、仮想計算機に関する。
【０００２】
【従来の技術】Ｅｎｔｅｒｐｒｉｓｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ
Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ／３７０（ＴＭ）（ＥＳＡ
／３７０（ＴＭ））の解釈実行機構は、仮想計算機を実
行するために、ＳＴＡＲＴ ＩＮＴＥＲＰＲＥＴＩＶＥ
ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ（ＳＩＥ）命令を与える。ＳＩＥ
は最初はＳｙｓｔｅｍ／３７０又は３７０−ＸＡアーキ
テクチャのいずれかを仮想化するために形成され、後に
はＥＳＡ／３７０アーキテクチャを仮想化するために形
成されるが、ＳＩＥは、多数の特殊化された性能環境の
ためのケイパビリティを提供する。アーキテクチャにお
けるケイパビリティのこの包括的セットは、エンドユー
ザ及びシステムサーバのための仮想計算機の機能を提供
するためにＶＭ／ＥＳＡの能力のためのプラットホーム
として役立つ。ゲストアーキテクチャ・エミュレーショ
ンを有する仮想計算機（ＶＭ）システムは、本出願人に
譲渡された米国特許第４，４５６，９５４号明細書に詳
細に記述されている。
Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ／３７０（ＴＭ）（ＥＳＡ
／３７０（ＴＭ））の解釈実行機構は、仮想計算機を実
行するために、ＳＴＡＲＴ ＩＮＴＥＲＰＲＥＴＩＶＥ
ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ（ＳＩＥ）命令を与える。ＳＩＥ
は最初はＳｙｓｔｅｍ／３７０又は３７０−ＸＡアーキ
テクチャのいずれかを仮想化するために形成され、後に
はＥＳＡ／３７０アーキテクチャを仮想化するために形
成されるが、ＳＩＥは、多数の特殊化された性能環境の
ためのケイパビリティを提供する。アーキテクチャにお
けるケイパビリティのこの包括的セットは、エンドユー
ザ及びシステムサーバのための仮想計算機の機能を提供
するためにＶＭ／ＥＳＡの能力のためのプラットホーム
として役立つ。ゲストアーキテクチャ・エミュレーショ
ンを有する仮想計算機（ＶＭ）システムは、本出願人に
譲渡された米国特許第４，４５６，９５４号明細書に詳
細に記述されている。
【０００３】ＶＭ／ＥＳＡは、ＥＳＡ／３７０（ＴＭ）
解釈実行機構を用いて、プロセッサに、仮想計算機環境
管理の負担の多くを割り当てる。本明細書では、ゲスト
という用語は、仮想計算機又は“解釈上の”計算機に関
するものとする。実計算機をダイレクトに管理し、ゲス
ト実行環境を構築する責任を負う制御プログラムは、ホ
ストと称される。ホストは、単一命令、ＳＴＡＲＴ Ｉ
ＮＴＥＲＰＲＥＴＩＶＥ ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ（ＳＩ
Ｅ）を発し、それによって計算機を解釈−実行モードに
する。このモードでは、計算機は選択されたアーキテク
チャ機能を提供する。このアーキテクチャはまた、Ｓｙ
ｓｔｅｍ／３７０，３７０−ＸＡ，又はＥＳＡ／３７０
のような実計算機上で使用可能であるか又は、ＥＳＡ／
ＸＣアーキテクチャのように仮想計算機環境において排
他的に与えられるアーキテクチャである。計算機によっ
て与えられる機能は、特権命令，問題プログラム命令，
アドレス変換，割込み処理，他とのタイミング，及び多
くの場合の入出力を含んでいる。この計算機は、仮想計
算機の情況で実行される機能を、解釈すると言われてい
る。同様に、多くの種類の割込みが、解釈され、ホスト
を介することなく、計算機によりゲストにダイレクトに
与えられる。
解釈実行機構を用いて、プロセッサに、仮想計算機環境
管理の負担の多くを割り当てる。本明細書では、ゲスト
という用語は、仮想計算機又は“解釈上の”計算機に関
するものとする。実計算機をダイレクトに管理し、ゲス
ト実行環境を構築する責任を負う制御プログラムは、ホ
ストと称される。ホストは、単一命令、ＳＴＡＲＴ Ｉ
ＮＴＥＲＰＲＥＴＩＶＥ ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ（ＳＩ
Ｅ）を発し、それによって計算機を解釈−実行モードに
する。このモードでは、計算機は選択されたアーキテク
チャ機能を提供する。このアーキテクチャはまた、Ｓｙ
ｓｔｅｍ／３７０，３７０−ＸＡ，又はＥＳＡ／３７０
のような実計算機上で使用可能であるか又は、ＥＳＡ／
ＸＣアーキテクチャのように仮想計算機環境において排
他的に与えられるアーキテクチャである。計算機によっ
て与えられる機能は、特権命令，問題プログラム命令，
アドレス変換，割込み処理，他とのタイミング，及び多
くの場合の入出力を含んでいる。この計算機は、仮想計
算機の情況で実行される機能を、解釈すると言われてい
る。同様に、多くの種類の割込みが、解釈され、ホスト
を介することなく、計算機によりゲストにダイレクトに
与えられる。
【０００４】仮想計算機環境では、ゲストプログラム
は、指定されたアーキテクチャに対し規定された機能の
全数を理解する。これらの機能の大半は、計算機では、
解釈実行機構の形態で与えられる。しかし、解釈実行機
構によっても与えられない機能が残っている。これらの
機能はシミュレーションと呼ばれる処理を通して、ＶＭ
／ＥＳＡの場合、ＣＰ（制御プログラム）と呼ばれる優
先権のあるホスト制御プログラムによって与えられる。
性能を除けば、機能が計算機によって実行されようと、
ホストがゲストプログラムに区別できなかろうと、シミ
ュレーションはゲスト機能を簡単に“実行”しようと努
力する。
は、指定されたアーキテクチャに対し規定された機能の
全数を理解する。これらの機能の大半は、計算機では、
解釈実行機構の形態で与えられる。しかし、解釈実行機
構によっても与えられない機能が残っている。これらの
機能はシミュレーションと呼ばれる処理を通して、ＶＭ
／ＥＳＡの場合、ＣＰ（制御プログラム）と呼ばれる優
先権のあるホスト制御プログラムによって与えられる。
性能を除けば、機能が計算機によって実行されようと、
ホストがゲストプログラムに区別できなかろうと、シミ
ュレーションはゲスト機能を簡単に“実行”しようと努
力する。
【０００５】ＳＩＥ命令のオペランドは、状態記述と呼
ばれる制御ブロックである。状態記述は、ゲストの現状
態に関連した情報を含んでいる。ＳＩＥの実行が終了す
ると、ゲストプログラム状態語（ＰＳＷ）及びゲストの
状態を記述する他の情報は、ホストに制御が戻されない
うちに状態記述にセーブされる。この情報は、シミュレ
ーション中にホストによって使用され修正され、その後
でゲストの実行を再開するために使用される。状態記述
の他の情報は、ゲストが実行されるべきモードや他の環
境条件を決定する。
ばれる制御ブロックである。状態記述は、ゲストの現状
態に関連した情報を含んでいる。ＳＩＥの実行が終了す
ると、ゲストプログラム状態語（ＰＳＷ）及びゲストの
状態を記述する他の情報は、ホストに制御が戻されない
うちに状態記述にセーブされる。この情報は、シミュレ
ーション中にホストによって使用され修正され、その後
でゲストの実行を再開するために使用される。状態記述
の他の情報は、ゲストが実行されるべきモードや他の環
境条件を決定する。
【０００６】解釈実行モードでは、仮想計算機は、実計
算機の資源の一部となることを強いられる。これらの資
源はホストによって割り当てられる。したがって、ゲス
トの記憶は、ホストの実記憶の一部又は、ホストシステ
ムによって制御されるホスト仮想アドレス空間かのいず
れかに制限される。ホストのイネーブル／ディスエーブ
ル状態は、一般にゲストの実行によって妨害されない。
ホストタイミング機能もまた妨害されない。その代わ
り、第２のセットはゲストのために与えられる。１つの
完全で論理的に分離した制御レジスタのセットは、ホス
ト使用マシンによって保持され、他はゲスト使用マシン
によって保持される。ゲストによる妨害からのホストの
保護によって、ホストは、実資源を多数のゲストに効率
的に分配する主要責任を果たすことができる。これによ
り、１つのゲストが他のゲストとの干渉を防止する。
算機の資源の一部となることを強いられる。これらの資
源はホストによって割り当てられる。したがって、ゲス
トの記憶は、ホストの実記憶の一部又は、ホストシステ
ムによって制御されるホスト仮想アドレス空間かのいず
れかに制限される。ホストのイネーブル／ディスエーブ
ル状態は、一般にゲストの実行によって妨害されない。
ホストタイミング機能もまた妨害されない。その代わ
り、第２のセットはゲストのために与えられる。１つの
完全で論理的に分離した制御レジスタのセットは、ホス
ト使用マシンによって保持され、他はゲスト使用マシン
によって保持される。ゲストによる妨害からのホストの
保護によって、ホストは、実資源を多数のゲストに効率
的に分配する主要責任を果たすことができる。これによ
り、１つのゲストが他のゲストとの干渉を防止する。
【０００７】記憶装置にアクセスする方法は、どのアー
キテクチャにとっても基本である。ＥＳＡ／３７０は３
レベルの記憶アドレスを規定する。動的アドレス変換
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ａｄｄｒｅｓｓ Ｔｒａｎｓｌａｔ
ｉｏｎ：ＤＡＴ）は仮想アドレスを実アドレスに変換す
る。物理記憶の記憶位置を指定する絶対アドレスを生成
するために、実アドレス上でプレフィックシング（ｐｒ
ｅｆｉｘｉｎｇ）が実行される。プレフィックシングは
ＣＰＵのプレフィックス・レジスタの内容を用いて、ア
ドレス０〜４０９５を他のアドレス範囲で“スワップ”
する。それで、各ＣＰＵは、割込みパラメータ，セーブ
領域，及びプロセッサの特定データのための異なる小容
量記憶にアクセスすることができる。
キテクチャにとっても基本である。ＥＳＡ／３７０は３
レベルの記憶アドレスを規定する。動的アドレス変換
（Ｄｙｎａｍｉｃ Ａｄｄｒｅｓｓ Ｔｒａｎｓｌａｔ
ｉｏｎ：ＤＡＴ）は仮想アドレスを実アドレスに変換す
る。物理記憶の記憶位置を指定する絶対アドレスを生成
するために、実アドレス上でプレフィックシング（ｐｒ
ｅｆｉｘｉｎｇ）が実行される。プレフィックシングは
ＣＰＵのプレフィックス・レジスタの内容を用いて、ア
ドレス０〜４０９５を他のアドレス範囲で“スワップ”
する。それで、各ＣＰＵは、割込みパラメータ，セーブ
領域，及びプロセッサの特定データのための異なる小容
量記憶にアクセスすることができる。
【０００８】ゲストの絶対記憶を表示する方法は、仮想
計算機を考える際のキーとなる。２つの基本記憶モード
は、解釈−実行アーキテクチャによって与えられる。す
なわち、好ましい記憶モードとページ可能記憶モードで
ある。好ましい記憶モードでは、連続ブロックがゲスト
に割り当てられ、一方ページ可能記憶モードでは、ホス
トレベルの動的アドレス変換（ＤＡＴ）は、ゲスト主記
憶マッピングするのに用いられる。
計算機を考える際のキーとなる。２つの基本記憶モード
は、解釈−実行アーキテクチャによって与えられる。す
なわち、好ましい記憶モードとページ可能記憶モードで
ある。好ましい記憶モードでは、連続ブロックがゲスト
に割り当てられ、一方ページ可能記憶モードでは、ホス
トレベルの動的アドレス変換（ＤＡＴ）は、ゲスト主記
憶マッピングするのに用いられる。
【０００９】仮想記憶上の記憶位置は、仮想アドレス
と、仮想アドレスが含まれるアドレス空間によって規定
される。通常、制御レジスタにあるセグメントテーブル
指示はアドレス空間に対応する。動的アドレス変換（Ｄ
ＡＴ）は、セグメントテーブルの選択エントリ及びセグ
メントテーブル・エントリによって指定されたページテ
ーブルの選択エントリとによって、仮想アドレスを実ア
ドレスに変換する。この結果、記憶フレームの実アドレ
スは仮想アドレスに対応する。
と、仮想アドレスが含まれるアドレス空間によって規定
される。通常、制御レジスタにあるセグメントテーブル
指示はアドレス空間に対応する。動的アドレス変換（Ｄ
ＡＴ）は、セグメントテーブルの選択エントリ及びセグ
メントテーブル・エントリによって指定されたページテ
ーブルの選択エントリとによって、仮想アドレスを実ア
ドレスに変換する。この結果、記憶フレームの実アドレ
スは仮想アドレスに対応する。
【００１０】仮想計算機環境は２度ＤＡＴの適用を要求
する。まず、ゲストレベルで、ゲスト仮想アドレスをゲ
スト管理変換テーブルを通してゲスト実アドレスに変換
し、次いで、ページ可能ゲストの場合、ホストレベル
で、対応するホスト仮想アドレスをホスト実アドレスに
変換する。
する。まず、ゲストレベルで、ゲスト仮想アドレスをゲ
スト管理変換テーブルを通してゲスト実アドレスに変換
し、次いで、ページ可能ゲストの場合、ホストレベル
で、対応するホスト仮想アドレスをホスト実アドレスに
変換する。
【００１１】ＶＭ／３７０では、アクティブであるゲス
トＤＡＴを有するページ可能仮想計算機の場合２レベル
のアドレス変換を実行する必要性は、“シャドー”変換
テーブルと、２つのマッピングを結合した結果を反映す
るホストによって構成されるセグメントテーブル及びペ
ージテーブルとによって、満足させられる。３７０−Ｘ
Ａによって提供される増大アドレッシング容量は、２ギ
ガバイトの非常に大きなアドレス範囲に対するアドレス
参照が“疎になる”危険性のため，より大きな変換テー
ブルサイズのため，及びシャドーテーブルの保全性を保
持し保証するためのコストのため、“シャドー”機構に
より達成可能な性能を制限する恐れがある。
トＤＡＴを有するページ可能仮想計算機の場合２レベル
のアドレス変換を実行する必要性は、“シャドー”変換
テーブルと、２つのマッピングを結合した結果を反映す
るホストによって構成されるセグメントテーブル及びペ
ージテーブルとによって、満足させられる。３７０−Ｘ
Ａによって提供される増大アドレッシング容量は、２ギ
ガバイトの非常に大きなアドレス範囲に対するアドレス
参照が“疎になる”危険性のため，より大きな変換テー
ブルサイズのため，及びシャドーテーブルの保全性を保
持し保証するためのコストのため、“シャドー”機構に
より達成可能な性能を制限する恐れがある。
【００１２】これらのことは、ＩＢＭは、マシンで２レ
ベルの変換を実行するために、解釈実行で一般的に使用
するためのシャドーテーブルをやめる。この改良された
変換の方法及び手段は、本出願人に譲渡された米国特許
第４，６９５，９５０号明細書に詳しく述べられてい
る。ネイティブ・アーキテクチャに関するように、変換
索引バッファは、前のアドレス変換の結果を保持するた
めに、マシンに組み込まれ、繰り返し参照されるページ
のアドレスの分割速度を速める。
ベルの変換を実行するために、解釈実行で一般的に使用
するためのシャドーテーブルをやめる。この改良された
変換の方法及び手段は、本出願人に譲渡された米国特許
第４，６９５，９５０号明細書に詳しく述べられてい
る。ネイティブ・アーキテクチャに関するように、変換
索引バッファは、前のアドレス変換の結果を保持するた
めに、マシンに組み込まれ、繰り返し参照されるページ
のアドレスの分割速度を速める。
【００１３】ネイティブＥＳＡ／３７０アーキテクチャ
は、アクセスレジスタ及びリンケージスタックを取り入
れている。これらの機構は本出願人に譲渡された米国特
許第４，９４５，４８０号明細書に記述されている。解
釈実行機構は、ＥＳＡ／３７０アーキテクチャのこれら
の機構の両者を、もし優先権のある実計算機上で使用可
能な場合、ゲストに使用可能にする。
は、アクセスレジスタ及びリンケージスタックを取り入
れている。これらの機構は本出願人に譲渡された米国特
許第４，９４５，４８０号明細書に記述されている。解
釈実行機構は、ＥＳＡ／３７０アーキテクチャのこれら
の機構の両者を、もし優先権のある実計算機上で使用可
能な場合、ゲストに使用可能にする。
【００１４】ホストは、解釈実行を開始し、その後アク
セスレジスタ値をセーブする（及びホスト値を再記憶す
る）以前にゲストのアクセスレジスタ値をロードする責
任を負う。その後、アクセス・レジスタ変換は、ゲスト
ＤＡＴを適用する以前に、ゲストレベルで、解釈実行機
構によって実行される。本発明以前の動的アドレス変換
と違い、アクセスレジスタ変換（ＡＲＴ）は、ホストレ
ベルで、解釈実行機構によっては実行されない。
セスレジスタ値をセーブする（及びホスト値を再記憶す
る）以前にゲストのアクセスレジスタ値をロードする責
任を負う。その後、アクセス・レジスタ変換は、ゲスト
ＤＡＴを適用する以前に、ゲストレベルで、解釈実行機
構によって実行される。本発明以前の動的アドレス変換
と違い、アクセスレジスタ変換（ＡＲＴ）は、ホストレ
ベルで、解釈実行機構によっては実行されない。
【００１５】ＥＳＡ／３７０クラスのＤＡＴ−ｏｎゲス
トに対する、従来のアドレス変換処理は、図１に示され
ている。ゲストアクセスレジスタ変換はゲスト仮想アド
レス１１２に適用され、ゲスト仮想アドレス１１４を引
き出す。ゲスト動的アドレス変換は、次に、ゲスト仮想
アドレス１１４に適用されて、ゲスト実アドレス１０２
を引き出す。ゲスト実アドレスは、次いで、ＤＡＴ−ｏ
ｆｆページ可能モードゲストと同様な方法で処理され
（図３に説明されているように）、ホスト絶対アドレス
１１０を引き出す。ゲストレベルでのアクセスレジスタ
変換の適用は、単一の仮想計算機の情況内で操作される
タスク間でメモリを共有するためにアクセスレジスタの
使用を可能にするが、異った仮想計算機で操作されるタ
スクの間でのホスト制御形メモリ共有は許さない。
トに対する、従来のアドレス変換処理は、図１に示され
ている。ゲストアクセスレジスタ変換はゲスト仮想アド
レス１１２に適用され、ゲスト仮想アドレス１１４を引
き出す。ゲスト動的アドレス変換は、次に、ゲスト仮想
アドレス１１４に適用されて、ゲスト実アドレス１０２
を引き出す。ゲスト実アドレスは、次いで、ＤＡＴ−ｏ
ｆｆページ可能モードゲストと同様な方法で処理され
（図３に説明されているように）、ホスト絶対アドレス
１１０を引き出す。ゲストレベルでのアクセスレジスタ
変換の適用は、単一の仮想計算機の情況内で操作される
タスク間でメモリを共有するためにアクセスレジスタの
使用を可能にするが、異った仮想計算機で操作されるタ
スクの間でのホスト制御形メモリ共有は許さない。
【００１６】Ｓｙｓｔｅｍ／３７０及び３７０−ＸＡに
おけるようにＥＳＡ３７０では、命令オペランドのベー
ス（Ｂ）部又はレジスタ（Ｒ）部は、汎用レジスタを指
定する。ＥＳＡ／３７０のアクセスレジスタモードで
は、同数のアクセスレジスタが、オペランドのアドレス
空間を決定するためにアクセスレジスタ変換（ＡＲＴ：
Ａｃｃｅｓｓ−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ Ｔｒａｎｓｌａｔｉ
ｏｎ）中に使用される。
おけるようにＥＳＡ３７０では、命令オペランドのベー
ス（Ｂ）部又はレジスタ（Ｒ）部は、汎用レジスタを指
定する。ＥＳＡ／３７０のアクセスレジスタモードで
は、同数のアクセスレジスタが、オペランドのアドレス
空間を決定するためにアクセスレジスタ変換（ＡＲＴ：
Ａｃｃｅｓｓ−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ Ｔｒａｎｓｌａｔｉ
ｏｎ）中に使用される。
【００１７】アクセスレジスタ変換は、ＤＡＴ中に使用
されるべきセグメントテーブル指定を配置するように使
用されるアクセスリストエントリ（ＡＬＥ）を配置する
ように、アクセスレジスタのアクセスリスト・エントリ
トークン（ＡＬＥＴ）を使用する。セグメントテーブル
指定は、アドレス空間に対応する。
されるべきセグメントテーブル指定を配置するように使
用されるアクセスリストエントリ（ＡＬＥ）を配置する
ように、アクセスレジスタのアクセスリスト・エントリ
トークン（ＡＬＥＴ）を使用する。セグメントテーブル
指定は、アドレス空間に対応する。
【００１８】ＭＶＳ／ＥＳＡ（ＴＭ）のようなオペレー
ティング・システムでは、アクセスレジスタは強力な能
力を発揮する。すなわち、制御プログラムの介入なし
に、命令シーケンス、又は同一命令においてさえ、多重
アドレス空間中のデータアドレッシングという能力であ
る。ＭＶＳ／ＥＳＡはイネーブルされた動的アドレス変
換（ＤＡＴ）でプログラムを実行する。その結果、各プ
ログラムが参照する論理アドレスは、ＭＶＳが維持する
構成体によって、実アドレスに変換される。障害はＭＶ
Ｓに割込みを発生させ、それによって要求されるデータ
においてページングする。この環境では、アクセスレジ
スタは、いくつかの利益を提供する。 ○プログラムは、大量のデータを直接処理することがで
きる。 ○全命令セットは、多数の空間のどれかのデータを操作
するのに用いられることができる。 ○個々のプログラムは、オペレーティングシステムによ
って実行される、所有プログラムの許可に対するデータ
主体を共有できる。 ○プログラムはデータをより論理的に分離でき、類似デ
ータ、又は関連データを同一空間に保持し、制御される
共有を容易にする。
ティング・システムでは、アクセスレジスタは強力な能
力を発揮する。すなわち、制御プログラムの介入なし
に、命令シーケンス、又は同一命令においてさえ、多重
アドレス空間中のデータアドレッシングという能力であ
る。ＭＶＳ／ＥＳＡはイネーブルされた動的アドレス変
換（ＤＡＴ）でプログラムを実行する。その結果、各プ
ログラムが参照する論理アドレスは、ＭＶＳが維持する
構成体によって、実アドレスに変換される。障害はＭＶ
Ｓに割込みを発生させ、それによって要求されるデータ
においてページングする。この環境では、アクセスレジ
スタは、いくつかの利益を提供する。 ○プログラムは、大量のデータを直接処理することがで
きる。 ○全命令セットは、多数の空間のどれかのデータを操作
するのに用いられることができる。 ○個々のプログラムは、オペレーティングシステムによ
って実行される、所有プログラムの許可に対するデータ
主体を共有できる。 ○プログラムはデータをより論理的に分離でき、類似デ
ータ、又は関連データを同一空間に保持し、制御される
共有を容易にする。
【００１９】アクセスレジスタが提供する能力は興味を
そそる。しかしながら、ＶＭの構造は、実質的にＭＶＳ
の構造とは異なる。ＶＭは常に“２階層の”システムで
あった。図２に示されるように、ＶＭの制御プログラム
（ＣＰ）要素１３２は、各ログオン・ユーザに対して、
別個の仮想計算機１２６〜１３０を形成する。アプリケ
ーションプログラムは会話型モニタシステム（ＣＭＳ）
の下で実行され、単一ユーザの“第２レベル”のオペレ
ーティング・システムは、ユーザの仮想計算機内で実行
される。ＣＭＳ仮想計算機は、対話型ユーザ，ファイル
システムマネージャやネットワーク・スプーラのような
システムサーバ，又はＡＰＰＣ（Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｐ
ｒｏｇｒａｍ ｔｏ Ｐｒｏｇｒａｍ Ｃｏｍｍｕｎｉ
ｃａｔｉｏｎ）同等物のような私用サーバをサポートす
ることができる。
そそる。しかしながら、ＶＭの構造は、実質的にＭＶＳ
の構造とは異なる。ＶＭは常に“２階層の”システムで
あった。図２に示されるように、ＶＭの制御プログラム
（ＣＰ）要素１３２は、各ログオン・ユーザに対して、
別個の仮想計算機１２６〜１３０を形成する。アプリケ
ーションプログラムは会話型モニタシステム（ＣＭＳ）
の下で実行され、単一ユーザの“第２レベル”のオペレ
ーティング・システムは、ユーザの仮想計算機内で実行
される。ＣＭＳ仮想計算機は、対話型ユーザ，ファイル
システムマネージャやネットワーク・スプーラのような
システムサーバ，又はＡＰＰＣ（Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｐ
ｒｏｇｒａｍ ｔｏ Ｐｒｏｇｒａｍ Ｃｏｍｍｕｎｉ
ｃａｔｉｏｎ）同等物のような私用サーバをサポートす
ることができる。
【００２０】ＶＭシステムの下では、ＣＰはシステム資
源を管理して仮想計算機環境を構築し、シミュレートさ
れたマシン間の分離を実行する。ＣＭＳはファイルやプ
ログラム管理のようなアプリケーションサービス，及び
エンドユーザとの対話に対して責任を引き受ける。ＣＰ
はユーザ（仮想計算機）の活動の境界をつけるために許
可制御を適用する。ＣＰは、ＤＡＴやゲスト範囲チェッ
クのようなアーキテクチャ上の機構を用いて、前述のよ
うに、これら境界を確保する。逆に、ＣＭＳはアプリケ
ーションプログラムに対してはどんな制御もほとんど実
行しない。ＣＭＳ下のプログラムは、（仮想）スーパー
バイザ状態で実行される。ＣＭＳは記憶キーのいくつか
を使用してうっかりやった損失を防止する。しかし、
“わがままな”プログラムは、常にＣＭＳを迂回し、仮
想計算機を制御する。従来の仮想計算機（ＶＭ）理論に
よると、各ユーザマシンはそれ自身のマシンである。Ｃ
Ｐは、誤ったプログラムや悪意のあるプログラムの稼働
を、それが実行される仮想計算機に限定することを確実
にする。
源を管理して仮想計算機環境を構築し、シミュレートさ
れたマシン間の分離を実行する。ＣＭＳはファイルやプ
ログラム管理のようなアプリケーションサービス，及び
エンドユーザとの対話に対して責任を引き受ける。ＣＰ
はユーザ（仮想計算機）の活動の境界をつけるために許
可制御を適用する。ＣＰは、ＤＡＴやゲスト範囲チェッ
クのようなアーキテクチャ上の機構を用いて、前述のよ
うに、これら境界を確保する。逆に、ＣＭＳはアプリケ
ーションプログラムに対してはどんな制御もほとんど実
行しない。ＣＭＳ下のプログラムは、（仮想）スーパー
バイザ状態で実行される。ＣＭＳは記憶キーのいくつか
を使用してうっかりやった損失を防止する。しかし、
“わがままな”プログラムは、常にＣＭＳを迂回し、仮
想計算機を制御する。従来の仮想計算機（ＶＭ）理論に
よると、各ユーザマシンはそれ自身のマシンである。Ｃ
Ｐは、誤ったプログラムや悪意のあるプログラムの稼働
を、それが実行される仮想計算機に限定することを確実
にする。
【００２１】さらに、ＣＭＳは単一の仮想計算機の線形
記憶だけを管理する。すなわち、ＣＭＳはＤＡＴ自体を
イネーブルすることなく実行され、仮想記憶管理（ペー
ジング又はスワッピング）は行わない。これらのタスク
はＣＰのドメインである。ＣＰはＤＡＴテーブルを形成
し、仮想計算機記憶を示す各アドレス空間を規定するた
めにＤＡＴテーブルを使用する。ＤＡＴテーブルによっ
て規定されたこれらのホスト仮想アドレス空間は、ゲス
ト絶対記憶をマップする。
記憶だけを管理する。すなわち、ＣＭＳはＤＡＴ自体を
イネーブルすることなく実行され、仮想記憶管理（ペー
ジング又はスワッピング）は行わない。これらのタスク
はＣＰのドメインである。ＣＰはＤＡＴテーブルを形成
し、仮想計算機記憶を示す各アドレス空間を規定するた
めにＤＡＴテーブルを使用する。ＤＡＴテーブルによっ
て規定されたこれらのホスト仮想アドレス空間は、ゲス
ト絶対記憶をマップする。
【００２２】ＣＭＳは、ＤＡＴがイネーブルされること
なくページ可能モードで実行される一般クラスのゲスト
の一構成要素と考えることができる。このクラスのゲス
トに対するアドレス変換処理は図３に示されている。Ｃ
ＭＳゲストがシステムメモリにアクセスする必要がある
場合、ＣＭＳは“ゲスト実アドレス”１０２を使用す
る。“ゲスト実アドレス”に対してゲストプレフィック
シングが適用されて、“ゲスト絶対アドレス”１０４が
得られる。主記憶源（ＭＳＯ）の値はゲスト絶対アドレ
スに加えられ、結果の“ホスト仮想アドレス”１０６
は、それが主記憶エクステント（ＭＳＥ）内にあること
を保証するために検査される。一旦、“ホスト仮想アド
レス”が生成されて検査されると、ホスト動的アドレス
変換が適用されて、“ホスト実アドレス”１０８を形成
する。そして、ホストプレフィックシングが適用され
て、“ホスト絶対アドレス”１１０を確立する。システ
ムメモリの物理記憶位置を参照するのは、この“ホスト
絶対アドレス”である。
なくページ可能モードで実行される一般クラスのゲスト
の一構成要素と考えることができる。このクラスのゲス
トに対するアドレス変換処理は図３に示されている。Ｃ
ＭＳゲストがシステムメモリにアクセスする必要がある
場合、ＣＭＳは“ゲスト実アドレス”１０２を使用す
る。“ゲスト実アドレス”に対してゲストプレフィック
シングが適用されて、“ゲスト絶対アドレス”１０４が
得られる。主記憶源（ＭＳＯ）の値はゲスト絶対アドレ
スに加えられ、結果の“ホスト仮想アドレス”１０６
は、それが主記憶エクステント（ＭＳＥ）内にあること
を保証するために検査される。一旦、“ホスト仮想アド
レス”が生成されて検査されると、ホスト動的アドレス
変換が適用されて、“ホスト実アドレス”１０８を形成
する。そして、ホストプレフィックシングが適用され
て、“ホスト絶対アドレス”１１０を確立する。システ
ムメモリの物理記憶位置を参照するのは、この“ホスト
絶対アドレス”である。
【００２３】ＣＭＳクラスのゲストの構造のために、本
発明以前の解釈実行機構によって供給されるように、ア
クセスレジスタ変換（ＡＲＴ）は、このクラスのゲスト
によって使用することができない。本発明以前には、Ａ
ＲＴは仮想アドレスに適用されるのみだったので、ＡＲ
Ｔを使用するためには、ＶＭ／ＥＳＡ ＣＰ下のゲスト
はＤＡＴをイネーブルする必要があった。さらに、本発
明以前には、ＶＭ／ＥＳＡ環境内でのアクセスレジスタ
変換の適用は、個々のゲストのアドレス空間内での使用
に限られていた。この個々のゲストは、それ自身のアク
セスレジスタ変換テーブルや、ゲストＡＲＴ制御レジス
タを保持する。
発明以前の解釈実行機構によって供給されるように、ア
クセスレジスタ変換（ＡＲＴ）は、このクラスのゲスト
によって使用することができない。本発明以前には、Ａ
ＲＴは仮想アドレスに適用されるのみだったので、ＡＲ
Ｔを使用するためには、ＶＭ／ＥＳＡ ＣＰ下のゲスト
はＤＡＴをイネーブルする必要があった。さらに、本発
明以前には、ＶＭ／ＥＳＡ環境内でのアクセスレジスタ
変換の適用は、個々のゲストのアドレス空間内での使用
に限られていた。この個々のゲストは、それ自身のアク
セスレジスタ変換テーブルや、ゲストＡＲＴ制御レジス
タを保持する。
【００２４】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、仮想
計算機境界で制御メモリの共有を可能にすることにあ
る。
計算機境界で制御メモリの共有を可能にすることにあ
る。
【００２５】また本発明の他の目的は、ゲスト動的アド
レス変換及びゲストアクセスレジスタ変換なしで実行さ
れ、多重ホストアクセスレジスタが特定されたアドレス
空間にアクセスする能力を有する仮想計算機を提供する
ことにある。
レス変換及びゲストアクセスレジスタ変換なしで実行さ
れ、多重ホストアクセスレジスタが特定されたアドレス
空間にアクセスする能力を有する仮想計算機を提供する
ことにある。
【００２６】本発明のさらに他の目的は、ゲスト動的ア
ドレス変換とゲストアクセスレジスタ変換なしで実行さ
れ、システムメモリを所望のオペレーティング環境に依
存して、異なる方法又は同じ方法のいずれかで見ること
ができる仮想計算機を提供することにある。
ドレス変換とゲストアクセスレジスタ変換なしで実行さ
れ、システムメモリを所望のオペレーティング環境に依
存して、異なる方法又は同じ方法のいずれかで見ること
ができる仮想計算機を提供することにある。
【００２７】
【課題を解決するための手段】前述の目的に一致して、
ホストコンピュータ・システム上でエミュレートされた
複数の仮想計算機ゲストによって、データ空間に共通ア
クセスする方法及び装置を提供する。この装置は所定の
仮想計算機ゲストから受け取ったトークンを用い、特定
ホストデータ空間を識別する。ゲストはまた、オフセッ
トを有する装置を提供する。
ホストコンピュータ・システム上でエミュレートされた
複数の仮想計算機ゲストによって、データ空間に共通ア
クセスする方法及び装置を提供する。この装置は所定の
仮想計算機ゲストから受け取ったトークンを用い、特定
ホストデータ空間を識別する。ゲストはまた、オフセッ
トを有する装置を提供する。
【００２８】この装置は、１つのデータ空間のデータ位
置を示すホスト絶対アドレスを得るためにオフセット及
び識別ホストデータ空間を使用する。
置を示すホスト絶対アドレスを得るためにオフセット及
び識別ホストデータ空間を使用する。
【００２９】好ましい実施例では、この装置は、所定の
オフセットによって識別されたアドレス範囲と、他のア
ドレス範囲をスワップするプレフィックシング手段を含
んでいる。プレフィックシング手段は、ホストコンピュ
ータ・システムからの信号に応答して、イネーブルさ
れ、あるいはディスエーブルされることができる。この
信号は、装置によってアクセス可能な制御テーブルのビ
ット状態によって指示される。したがって、多数の仮想
計算機ゲストが（ゲストプレフィックシングをディスエ
ーブルすることにより）データ空間の同一ビュー又は
（ゲストプレフィックシングをイネーブルすることによ
り）同一データ空間の異なるビューを得ることができ
る。
オフセットによって識別されたアドレス範囲と、他のア
ドレス範囲をスワップするプレフィックシング手段を含
んでいる。プレフィックシング手段は、ホストコンピュ
ータ・システムからの信号に応答して、イネーブルさ
れ、あるいはディスエーブルされることができる。この
信号は、装置によってアクセス可能な制御テーブルのビ
ット状態によって指示される。したがって、多数の仮想
計算機ゲストが（ゲストプレフィックシングをディスエ
ーブルすることにより）データ空間の同一ビュー又は
（ゲストプレフィックシングをイネーブルすることによ
り）同一データ空間の異なるビューを得ることができ
る。
【００３０】また、好ましい実施例では、強制私用空間
ビットは、ユーザの１次空間に対して（ＡＳＴＥの）Ｓ
ＴＤのシングルコピーを保持する間、データ空間のこれ
ら異なるビューを許す方法を供給する。ＡＳＴＥにおけ
るＳＴＤの私用空間ビットは、ホスト制御レジスタ（Ｃ
Ｒ）１がこのフィールドからロードされる場合、０にセ
ットされて、所有者に空間の適切な“非私用空間”ビュ
ーを与える。各共有者のアクセスリストエントリの強制
私用空間ビットは、１にセットされて、各共有者にアド
レス空間の“私用”ビューを与える。
ビットは、ユーザの１次空間に対して（ＡＳＴＥの）Ｓ
ＴＤのシングルコピーを保持する間、データ空間のこれ
ら異なるビューを許す方法を供給する。ＡＳＴＥにおけ
るＳＴＤの私用空間ビットは、ホスト制御レジスタ（Ｃ
Ｒ）１がこのフィールドからロードされる場合、０にセ
ットされて、所有者に空間の適切な“非私用空間”ビュ
ーを与える。各共有者のアクセスリストエントリの強制
私用空間ビットは、１にセットされて、各共有者にアド
レス空間の“私用”ビューを与える。
【００３１】
【実施例】多重制御データ空間機構（ＭＣＤＳ）は、解
釈実行アーキテクチャの改良である。この解釈実行アー
キテクチャは、多重ホストアドレス空間のデータにアク
セスするために、他の方法で動的アドレス変換（ＤＡ
Ｔ）を使用しないページ可能ゲストをイネーブルする。
代りの空間は、この仮想計算機又は他の仮想計算機によ
って生成された“データ空間”、すなわち他の仮想計算
機の１次空間であることが可能である。このメモリ共有
機構は、許可されたメッセージ受け渡しプロトコルより
もずっと効率的な、仮想計算機間のコミュニケーション
を許す。
釈実行アーキテクチャの改良である。この解釈実行アー
キテクチャは、多重ホストアドレス空間のデータにアク
セスするために、他の方法で動的アドレス変換（ＤＡ
Ｔ）を使用しないページ可能ゲストをイネーブルする。
代りの空間は、この仮想計算機又は他の仮想計算機によ
って生成された“データ空間”、すなわち他の仮想計算
機の１次空間であることが可能である。このメモリ共有
機構は、許可されたメッセージ受け渡しプロトコルより
もずっと効率的な、仮想計算機間のコミュニケーション
を許す。
【００３２】要するに、ＣＰとＣＭＳ間の境界は、権限
管理と仮想記憶管理の両者の境界である。ＭＣＤＳは、
ＶＭの固有２階層構造に調整されたＥＳＡ／３７０の変
形である。ＭＣＤＳは、ＣＰ、すなわち、権限のアービ
タをイネーブルして、ＡＲＴ（アクセス・レジスタ変
換）構造を構築する。このＡＲＴは個々の仮想計算機
に、多重ホスト仮想アドレス空間（すなわち、ゲスト絶
対アドレス空間）にアクセスすることを許容する。ＣＰ
は仮想計算機に、空間へのアクセスを指定するＡＬＥＴ
を戻し、仮想計算機のプログラム（ＣＭＳ又はアプリケ
ーションプログラム）はそのＡＬＥＴを用いて、代りの
ゲスト絶対空間をアドレスする。ゲストによって用いら
れたＡＬＥＴは、ＣＰのＡＲＴ構造により変換されるの
で、偽ＡＬＥＴは個々のゲストの許可範囲を超える悪影
響を有さない。
管理と仮想記憶管理の両者の境界である。ＭＣＤＳは、
ＶＭの固有２階層構造に調整されたＥＳＡ／３７０の変
形である。ＭＣＤＳは、ＣＰ、すなわち、権限のアービ
タをイネーブルして、ＡＲＴ（アクセス・レジスタ変
換）構造を構築する。このＡＲＴは個々の仮想計算機
に、多重ホスト仮想アドレス空間（すなわち、ゲスト絶
対アドレス空間）にアクセスすることを許容する。ＣＰ
は仮想計算機に、空間へのアクセスを指定するＡＬＥＴ
を戻し、仮想計算機のプログラム（ＣＭＳ又はアプリケ
ーションプログラム）はそのＡＬＥＴを用いて、代りの
ゲスト絶対空間をアドレスする。ゲストによって用いら
れたＡＬＥＴは、ＣＰのＡＲＴ構造により変換されるの
で、偽ＡＬＥＴは個々のゲストの許可範囲を超える悪影
響を有さない。
【００３３】ＥＳＡ／３７０では、ＡＲＴはまず、アド
レス空間の識別を実行し、次いで、ＤＡＴはその空間の
テーブルで実行され、データの実アドレスを見つけ出
す。同様に、ＭＣＤＳの下で、ホストＡＲＴはホスト仮
想空間（ゲスト絶対空間）を識別し、ホストＤＡＴは目
標のホスト実アドレスを引き出す。
レス空間の識別を実行し、次いで、ＤＡＴはその空間の
テーブルで実行され、データの実アドレスを見つけ出
す。同様に、ＭＣＤＳの下で、ホストＡＲＴはホスト仮
想空間（ゲスト絶対空間）を識別し、ホストＤＡＴは目
標のホスト実アドレスを引き出す。
【００３４】通常のＥＳＡ／３７０ゲスト（例えば、Ｍ
ＶＳ／ＥＳＡ）によるアクセスレジスタの使用に対し
て、ＭＣＤＳは、アクセス範囲を、仮想計算機スーパバ
イザによって形成される空間よりもむしろ、ＣＰが管理
するすべてのアドレス空間に拡張する。このようにし
て、ＭＣＤＳは、仮想計算機境界を共有する制御メモリ
をイネーブルする。ＣＰ内には許可の責任があり、これ
は回避することはできない。最後に、ＭＣＤＳは、２ギ
ガバイトのゲスト絶対記憶（ホスト管理記憶）のＣＭＳ
の限界を取り除く。
ＶＳ／ＥＳＡ）によるアクセスレジスタの使用に対し
て、ＭＣＤＳは、アクセス範囲を、仮想計算機スーパバ
イザによって形成される空間よりもむしろ、ＣＰが管理
するすべてのアドレス空間に拡張する。このようにし
て、ＭＣＤＳは、仮想計算機境界を共有する制御メモリ
をイネーブルする。ＣＰ内には許可の責任があり、これ
は回避することはできない。最後に、ＭＣＤＳは、２ギ
ガバイトのゲスト絶対記憶（ホスト管理記憶）のＣＭＳ
の限界を取り除く。
【００３５】プログラム命令の実行は、便宜上２つのオ
ペレーションに分割される。第１のオペレーションは、
実行されるべき命令のフェッチである。第２のオペレー
ションは、命令が実行中に演算するデータのフェッチ及
び記憶のためのオペランドのアドレス指定である。
ペレーションに分割される。第１のオペレーションは、
実行されるべき命令のフェッチである。第２のオペレー
ションは、命令が実行中に演算するデータのフェッチ及
び記憶のためのオペランドのアドレス指定である。
【００３６】図４は、アドレス指定オペランドにアクセ
スレジスタを使用することを示している。動的アドレス
変換で使用するためのＳＴＤを得るためにアクセスレジ
スタの内容を使用する処理は、アクセスレジスタ変換
（ＡＲＴ）オペレーションと呼ばれる。ゲスト命令１２
は命令１０コードと、ベースアドレスを含む汎用レジス
タ１４を指定するＢフィールドと、加算器１５によって
汎用レジスタ１４のベースアドレスと結合する場合、記
憶オペランドのホスト仮想アドレスを形成する変位Ｄと
を有している。ＭＣＤＳホストアクセス・レジスタモー
ドでは、ＢフィールドはまたＡＬＥＴを含むアクセスレ
ジスタ１６も指定する。このＡＬＥＴが、ホストＡＲＴ
１０で変換される場合、データが記憶されるアドレス空
間にホストＳＴＤを与える。ホストＡＲＴ１０からのホ
ストＳＴＤ１９は、加算器１５からのホスト仮想アドレ
スと結合されることができ、参照番号１８で示されるホ
スト動的アドレス変換（ＤＡＴ）動作中に共に変換され
る場合、システムによる使用のためのオペランドのホス
ト実アドレスを与える。図１に示されたＢフィールド及
び変位Ｄに加えて、Ｒフィールドは、記憶オペランドの
ホスト仮想アドレスを含む汎用レジスタを指定するため
に使用される。
スレジスタを使用することを示している。動的アドレス
変換で使用するためのＳＴＤを得るためにアクセスレジ
スタの内容を使用する処理は、アクセスレジスタ変換
（ＡＲＴ）オペレーションと呼ばれる。ゲスト命令１２
は命令１０コードと、ベースアドレスを含む汎用レジス
タ１４を指定するＢフィールドと、加算器１５によって
汎用レジスタ１４のベースアドレスと結合する場合、記
憶オペランドのホスト仮想アドレスを形成する変位Ｄと
を有している。ＭＣＤＳホストアクセス・レジスタモー
ドでは、ＢフィールドはまたＡＬＥＴを含むアクセスレ
ジスタ１６も指定する。このＡＬＥＴが、ホストＡＲＴ
１０で変換される場合、データが記憶されるアドレス空
間にホストＳＴＤを与える。ホストＡＲＴ１０からのホ
ストＳＴＤ１９は、加算器１５からのホスト仮想アドレ
スと結合されることができ、参照番号１８で示されるホ
スト動的アドレス変換（ＤＡＴ）動作中に共に変換され
る場合、システムによる使用のためのオペランドのホス
ト実アドレスを与える。図１に示されたＢフィールド及
び変位Ｄに加えて、Ｒフィールドは、記憶オペランドの
ホスト仮想アドレスを含む汎用レジスタを指定するため
に使用される。
【００３７】ＭＯＶＥ（ＭＶＣ）のような確定した命令
は、２つ以上のオペランドを指定する。各々のオペラン
ドは、異なるデータ／アドレス空間にあることも可能で
ある。したがって、例えば、２つのオペランドを特定す
る命令は、２つの変位と２つのＡＬＥＴを含む。仮想計
算機（ＶＭ）の下では、命令そのものはホスト１次アド
レス空間にあり、この空間はさらに第３の（異なる）ア
ドレス空間となることができる。
は、２つ以上のオペランドを指定する。各々のオペラン
ドは、異なるデータ／アドレス空間にあることも可能で
ある。したがって、例えば、２つのオペランドを特定す
る命令は、２つの変位と２つのＡＬＥＴを含む。仮想計
算機（ＶＭ）の下では、命令そのものはホスト１次アド
レス空間にあり、この空間はさらに第３の（異なる）ア
ドレス空間となることができる。
【００３８】図５はゲストＡＬＥＴ及びオフセットのホ
スト実アドレスへの変換を示したものである。２０は汎
用レジスタ０〜１５のアレイを示す。アクセスレジスタ
０〜１５のアレイ２０は、図４に関して前述したよう
に、各アクセスレジスタが、アレイ２０の汎用レジスタ
とそれぞれ対になるように配列されている。ＡＬＥＴの
アクセスリスト・エントリナンバ（ＡＬＥＮ）は、アク
セスリスト２４又は２５の１つのエントリを選択する。
アクセスリスト２４はＤＵＡＬ、アクセスリスト２５は
ＰＳＡＬである。図５の例では、アクセスレジスタ２の
ＡＬＥＮはＰＳＡＬ２５のエントリ３を指示する。ＤＵ
ＡＬの源は、後述されるように、ホスト制御レジスタ２
のエントリをデコードすることで検出されるタスク指名
可能ユニットアクセス・リスト表示（ＤＵＡＬＤ）２６
によって特定される。ＰＳＡＬのオリジンは、後述され
るように、ホスト制御レジスタ５のエントリをデコード
することで検出される１次空間アクセスリスト指示（Ｐ
ＳＡＬＤ）２７によって特定される。ＡＲＴ中使用され
るアクセスリスト表示は、実効アクセスリスト指示（Ａ
ＬＤ）として知られている。
スト実アドレスへの変換を示したものである。２０は汎
用レジスタ０〜１５のアレイを示す。アクセスレジスタ
０〜１５のアレイ２０は、図４に関して前述したよう
に、各アクセスレジスタが、アレイ２０の汎用レジスタ
とそれぞれ対になるように配列されている。ＡＬＥＴの
アクセスリスト・エントリナンバ（ＡＬＥＮ）は、アク
セスリスト２４又は２５の１つのエントリを選択する。
アクセスリスト２４はＤＵＡＬ、アクセスリスト２５は
ＰＳＡＬである。図５の例では、アクセスレジスタ２の
ＡＬＥＮはＰＳＡＬ２５のエントリ３を指示する。ＤＵ
ＡＬの源は、後述されるように、ホスト制御レジスタ２
のエントリをデコードすることで検出されるタスク指名
可能ユニットアクセス・リスト表示（ＤＵＡＬＤ）２６
によって特定される。ＰＳＡＬのオリジンは、後述され
るように、ホスト制御レジスタ５のエントリをデコード
することで検出される１次空間アクセスリスト指示（Ｐ
ＳＡＬＤ）２７によって特定される。ＡＲＴ中使用され
るアクセスリスト表示は、実効アクセスリスト指示（Ａ
ＬＤ）として知られている。
【００３９】アクセスリストの各エントリは、ＡＳＮの
第２テーブルエントリ（ＡＳＴＥ）９８を指示するアド
レスＡＳＴＥを含む。ＣＰによって使用されるＡＳＴＥ
はＡＳＴにあるけれども、ＡＳＴＥは生成され、実際Ａ
ＳＴにあることとは全体的には関係なくＡＲＴのための
機能を実行する。各ＡＳＴＥは、図４との関連で説明し
たように、ホストＤＡＴ１８によってホスト実アドレス
を決定するようなホストＳＴＤ値を含む。
第２テーブルエントリ（ＡＳＴＥ）９８を指示するアド
レスＡＳＴＥを含む。ＣＰによって使用されるＡＳＴＥ
はＡＳＴにあるけれども、ＡＳＴＥは生成され、実際Ａ
ＳＴにあることとは全体的には関係なくＡＲＴのための
機能を実行する。各ＡＳＴＥは、図４との関連で説明し
たように、ホストＤＡＴ１８によってホスト実アドレス
を決定するようなホストＳＴＤ値を含む。
【００４０】プログラムに対して同時に使用可能である
２つのアクセス・リストがあり、各々は異なるケイパビ
リティドメインを表している。一方のアクセスリスト
は、タスク指名可能ユニットアクセス・リスト（ＤＵＡ
Ｌ）であり、他方のアクセスリストは１次空間アクセス
リスト（ＰＳＡＬ）である。ＡＬＥＴの１ビットは、Ａ
ＬＥＴのＡＬＥＮがＤＵＡＬ２４のエントリを指すのか
ＰＳＡＬ２５のエントリを指すのかを判定する。
２つのアクセス・リストがあり、各々は異なるケイパビ
リティドメインを表している。一方のアクセスリスト
は、タスク指名可能ユニットアクセス・リスト（ＤＵＡ
Ｌ）であり、他方のアクセスリストは１次空間アクセス
リスト（ＰＳＡＬ）である。ＡＬＥＴの１ビットは、Ａ
ＬＥＴのＡＬＥＮがＤＵＡＬ２４のエントリを指すのか
ＰＳＡＬ２５のエントリを指すのかを判定する。
【００４１】ＤＵＡＬドメインはタスク指名可能ユニッ
トによって実行されるプログラム又はプログラム群に代
りに、タスク指名可能ユニット（“タスク”又は“処
理”）と永久的に関連するようにされている。このシス
テムのタスク指名可能ユニット毎に固有のＤＵＡＬがあ
る。タスク指名可能ユニットが多くの異なるアドレス空
間でプログラムを実行するとしても、タスク指名可能ユ
ニットのためのＤＵＡＬは変化しない。ＰＳＡＬドメイ
ンはホスト１次アドレス空間に関連する。ホスト１次ア
ドレス空間で実行する全プログラムは、アドレス空間の
ＰＳＡＬを共有する。これによって、１次空間内で実行
されるプログラムは、アドレス空間の共通セットへのア
クセスを共有できる。この１次アドレス空間が変化する
場合、このＰＳＡＬは変化する。
トによって実行されるプログラム又はプログラム群に代
りに、タスク指名可能ユニット（“タスク”又は“処
理”）と永久的に関連するようにされている。このシス
テムのタスク指名可能ユニット毎に固有のＤＵＡＬがあ
る。タスク指名可能ユニットが多くの異なるアドレス空
間でプログラムを実行するとしても、タスク指名可能ユ
ニットのためのＤＵＡＬは変化しない。ＰＳＡＬドメイ
ンはホスト１次アドレス空間に関連する。ホスト１次ア
ドレス空間で実行する全プログラムは、アドレス空間の
ＰＳＡＬを共有する。これによって、１次空間内で実行
されるプログラムは、アドレス空間の共通セットへのア
クセスを共有できる。この１次アドレス空間が変化する
場合、このＰＳＡＬは変化する。
【００４２】有効なＡＬＥＴを所有しているユーザは、
ＤＵＡＬ２４又はＰＳＡＬ２５上のいずれかのアクセス
リスト・エントリにアクセスすることができ、このエン
トリは所望のアドレス空間を特定する。他のドメインも
またＡＬＥＴ及び選択された制御レジスタを用いて同様
に実行制御される。例えば、システムの全プログラムの
ケイパビリティを有するシステムワイド・アクセスリス
ト（ＳＷＡＬ）ドメインが生成される。ドメインの種々
のサブセットはＳＡＳＮドメインアクセス・リスト（Ｓ
ＳＡＬ）のように、所望されるように構成されることが
でき、現存の機構をさらに開発することを可能にする。
ＤＵＡＬ２４又はＰＳＡＬ２５上のいずれかのアクセス
リスト・エントリにアクセスすることができ、このエン
トリは所望のアドレス空間を特定する。他のドメインも
またＡＬＥＴ及び選択された制御レジスタを用いて同様
に実行制御される。例えば、システムの全プログラムの
ケイパビリティを有するシステムワイド・アクセスリス
ト（ＳＷＡＬ）ドメインが生成される。ドメインの種々
のサブセットはＳＡＳＮドメインアクセス・リスト（Ｓ
ＳＡＬ）のように、所望されるように構成されることが
でき、現存の機構をさらに開発することを可能にする。
【００４３】ＡＬＥＴが、ホストアクセス・レジスタア
ドレス指定モードの場合、１次アドレス空間及び２次ア
ドレス空間のそれぞれのオペランドをアクセスするため
に予約されているため、ＤＵＡＬのエントリ０及び１は
使用されない。ＣＰＵのアドレス指定モードは、後述さ
れるように、ゲストＰＳＷのビットによって指定され
る。ＣＰＵがホストアドレス・レジスタアドレス指定モ
ードの場合、ＡＬＥＴ＝０は常にホスト１次アドレス空
間を参照し、ＡＬＥＴ＝１は、常にホスト２次アドレス
空間を参照する。図５を見ると、ブロック２８はこれら
の特別のＡＬＥＴを識別し、正しいホストＳＴＤをＰＡ
ＳＮに与え、それらが発生した場合ＳＡＳＮをＤＡＴを
与える。ホスト１次アドレス空間及びホスト２次アドレ
ス空間に対するＳＴＤ値は、ホスト制御レジスタ１及び
７に保持されるので、アクセスリスト・エントリ０及び
１は、それぞれ使用されない（図６参照）。ＰＳＡＬ２
５のエントリ０，１，及び２は、実行に際し、使用され
ず、無効にマークされる。
ドレス指定モードの場合、１次アドレス空間及び２次ア
ドレス空間のそれぞれのオペランドをアクセスするため
に予約されているため、ＤＵＡＬのエントリ０及び１は
使用されない。ＣＰＵのアドレス指定モードは、後述さ
れるように、ゲストＰＳＷのビットによって指定され
る。ＣＰＵがホストアドレス・レジスタアドレス指定モ
ードの場合、ＡＬＥＴ＝０は常にホスト１次アドレス空
間を参照し、ＡＬＥＴ＝１は、常にホスト２次アドレス
空間を参照する。図５を見ると、ブロック２８はこれら
の特別のＡＬＥＴを識別し、正しいホストＳＴＤをＰＡ
ＳＮに与え、それらが発生した場合ＳＡＳＮをＤＡＴを
与える。ホスト１次アドレス空間及びホスト２次アドレ
ス空間に対するＳＴＤ値は、ホスト制御レジスタ１及び
７に保持されるので、アクセスリスト・エントリ０及び
１は、それぞれ使用されない（図６参照）。ＰＳＡＬ２
５のエントリ０，１，及び２は、実行に際し、使用され
ず、無効にマークされる。
【００４４】ホストＡＲＴ索引バッファ（ＡＬＢ）１９
９は、ホストＡＲＴからのホストＳＴＤを保持するため
に、ＡＲ２２，ＡＬ２５，及びＡＳＴ３０からの入力を
受け取りセーブする。ホストＡＬＢはまた、アクセスリ
スト指示であるＤＵＡＬ又はＰＳＡＬを保持する。同一
のＡＬＥＴが再び使用される場合、ホストＡＬＢ１９９
は、正しい出力を直接、ホストＤＡＴ１８に供給するの
で、ホストＡＲＴは繰り返される必要がない。
９は、ホストＡＲＴからのホストＳＴＤを保持するため
に、ＡＲ２２，ＡＬ２５，及びＡＳＴ３０からの入力を
受け取りセーブする。ホストＡＬＢはまた、アクセスリ
スト指示であるＤＵＡＬ又はＰＳＡＬを保持する。同一
のＡＬＥＴが再び使用される場合、ホストＡＬＢ１９９
は、正しい出力を直接、ホストＤＡＴ１８に供給するの
で、ホストＡＲＴは繰り返される必要がない。
【００４５】図６及び図７は、命令実行中プログラム制
御及びＣＰＵの状態のための情報を与えるための制御レ
ジスタ及びＰＳＷ語をそれぞれ示している。
御及びＣＰＵの状態のための情報を与えるための制御レ
ジスタ及びＰＳＷ語をそれぞれ示している。
【００４６】図６は、本発明のＭＣＤＳ機構のためのホ
スト制御レジスタ０〜１５の内容を示す。図６のホスト
制御レジスタの内容のすべては、それらの大半は、米国
特許第４，９４５，４８０号明細書その他で記載されて
いる多重アドレス空間（ＭＡＳ）及び二重アドレス空間
（ＤＡＳ）機構の制御レジスタと同一の機能を有し、こ
れれは公知であるので、説明しない。したがって主に、
ＭＣＤＳ機構を与えるのに必要なそれらの変更について
は後述される。ＭＡＳ機構と違って、ＭＣＤＳは，ＰＳ
Ｗキーマスク（ＰＫＭ），２次空間アドレス番号（ＳＳ
ＡＮ），許可キーインデックス（ＡＸ），１次空間アド
レス番号，ホームセグメントテーブル指示（ＨＳＴ
Ｄ），又はリンケージスタック・エントリアドレスを使
用しない。これらは、ＭＡＳ機構によって使用される場
合多数の制御レジスタ３，４，及び１３〜１５で見出さ
れる。ホスト制御レジスタ１は１次セグメントテーブル
指示（ＰＳＴＤ）を含む。ビット１〜１９は１次セグメ
ントテーブル・オリジン（ＰＳＴＯ）を特定し、ビット
２５〜３１は１次セグメントテーブル長（ＰＳＴＬ）を
指定する。ホスト制御レジスタ２のビット１〜２５は、
ＤＵＡＬＤを位置指定するためにＭＣＤＳ機構によって
使用されるタスク指名可能ユニット制御テーブルオリジ
ン（ＤＵＣＴＯ）を指示する。ホスト制御レジスタ５の
ビット１〜２５は、１次ＡＳＴＥオリジン（ＰＡＳＴＥ
Ｏ）を指定する。制御レジスタ５のエントリは、１次ア
ドレス空間のためのＡＳＴＥで、ＡＳＴＥエントリを指
示してＰＳＡＬオリジン、その他の情報を見出す。
スト制御レジスタ０〜１５の内容を示す。図６のホスト
制御レジスタの内容のすべては、それらの大半は、米国
特許第４，９４５，４８０号明細書その他で記載されて
いる多重アドレス空間（ＭＡＳ）及び二重アドレス空間
（ＤＡＳ）機構の制御レジスタと同一の機能を有し、こ
れれは公知であるので、説明しない。したがって主に、
ＭＣＤＳ機構を与えるのに必要なそれらの変更について
は後述される。ＭＡＳ機構と違って、ＭＣＤＳは，ＰＳ
Ｗキーマスク（ＰＫＭ），２次空間アドレス番号（ＳＳ
ＡＮ），許可キーインデックス（ＡＸ），１次空間アド
レス番号，ホームセグメントテーブル指示（ＨＳＴ
Ｄ），又はリンケージスタック・エントリアドレスを使
用しない。これらは、ＭＡＳ機構によって使用される場
合多数の制御レジスタ３，４，及び１３〜１５で見出さ
れる。ホスト制御レジスタ１は１次セグメントテーブル
指示（ＰＳＴＤ）を含む。ビット１〜１９は１次セグメ
ントテーブル・オリジン（ＰＳＴＯ）を特定し、ビット
２５〜３１は１次セグメントテーブル長（ＰＳＴＬ）を
指定する。ホスト制御レジスタ２のビット１〜２５は、
ＤＵＡＬＤを位置指定するためにＭＣＤＳ機構によって
使用されるタスク指名可能ユニット制御テーブルオリジ
ン（ＤＵＣＴＯ）を指示する。ホスト制御レジスタ５の
ビット１〜２５は、１次ＡＳＴＥオリジン（ＰＡＳＴＥ
Ｏ）を指定する。制御レジスタ５のエントリは、１次ア
ドレス空間のためのＡＳＴＥで、ＡＳＴＥエントリを指
示してＰＳＡＬオリジン、その他の情報を見出す。
【００４７】ホスト制御レジスタ７は、ビット１〜１９
が２次セグメントテーブルオリジン（ＳＳＴＯ）を含
み、ビット２５〜３１が２次セグメントテーブル長（Ｓ
ＳＴＬ）を含むフォーマットの２次セグメントテーブル
指示（ＳＳＴＤ）を含んでいる。ホスト制御レジスタ８
のビット０〜１５は、本発明のＭＣＤＳ機構によって使
用するための拡張許可インデックス（ＥＡＸ）を含む。
が２次セグメントテーブルオリジン（ＳＳＴＯ）を含
み、ビット２５〜３１が２次セグメントテーブル長（Ｓ
ＳＴＬ）を含むフォーマットの２次セグメントテーブル
指示（ＳＳＴＤ）を含んでいる。ホスト制御レジスタ８
のビット０〜１５は、本発明のＭＣＤＳ機構によって使
用するための拡張許可インデックス（ＥＡＸ）を含む。
【００４８】各ゲストはまた、それ自身の制御レジスタ
のセットを含む。ＭＣＤＳがインストールされると、Ｓ
ＩＥ状態記述のモード制御ビットはゲストのためのＭＣ
ＤＳモードを特定するためにホスト制御プログラムによ
って使用される。ゲスト制御レジスタ０のビット１５の
１は、ＭＣＤＳモードで、ＭＣＤＳケイパビリティを使
用するために、ゲストをイネーブルする。
のセットを含む。ＭＣＤＳがインストールされると、Ｓ
ＩＥ状態記述のモード制御ビットはゲストのためのＭＣ
ＤＳモードを特定するためにホスト制御プログラムによ
って使用される。ゲスト制御レジスタ０のビット１５の
１は、ＭＣＤＳモードで、ＭＣＤＳケイパビリティを使
用するために、ゲストをイネーブルする。
【００４９】図７は、ゲストプログラム状態語（ＰＳ
Ｗ）のフォーマットを示す。ＰＳＷのビット５は、ゲス
トＤＡＴがアクティブか否かを規定するＤＡＴモードビ
ット（Ｔ）である。ＭＣＤＳゲストの場合、ゲストＤＡ
Ｔは常にオフである。したがって、ＭＣＤＳゲストの場
合、ゲストＰＳＷのビット５は、０であることが必要と
される。ビット１６及び１７は、アドレス指定モードを
特定するために結合される。ＭＣＤＳモードの場合は、
ゲストＰＳＷビット１６と１７の組合せは、ＣＰＵがホ
スト１次空間モード（００）にあるか、ホストアクセス
・レジスタモード（０１）にあるかを規定する。ＰＳＷ
のビット３２は、ＰＳＷのビット３３〜６３の命令アド
レスのフォーマットを規定するアドレス指定モードであ
る。ＰＳＷのフィールドの残りの機能及びフォーマット
は、ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３７０オペレーションに規
定されている。
Ｗ）のフォーマットを示す。ＰＳＷのビット５は、ゲス
トＤＡＴがアクティブか否かを規定するＤＡＴモードビ
ット（Ｔ）である。ＭＣＤＳゲストの場合、ゲストＤＡ
Ｔは常にオフである。したがって、ＭＣＤＳゲストの場
合、ゲストＰＳＷのビット５は、０であることが必要と
される。ビット１６及び１７は、アドレス指定モードを
特定するために結合される。ＭＣＤＳモードの場合は、
ゲストＰＳＷビット１６と１７の組合せは、ＣＰＵがホ
スト１次空間モード（００）にあるか、ホストアクセス
・レジスタモード（０１）にあるかを規定する。ＰＳＷ
のビット３２は、ＰＳＷのビット３３〜６３の命令アド
レスのフォーマットを規定するアドレス指定モードであ
る。ＰＳＷのフィールドの残りの機能及びフォーマット
は、ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３７０オペレーションに規
定されている。
【００５０】図５に関して説明されたＡＬＥＴのフォー
マットは、図９のブロック１００に詳しく示されてい
る。このトークンは、ＶＭ／ＥＳＡサービスの使用によ
りゲストによって得られる。ＡＬＥＴでは、ビット７は
ビットが１の場合、ＡＬＥＮがＰＳＡＬを参照すること
を指示する１次リストビット１１６である。１次リスト
ビット７が０の場合、ＡＬＥＮはＤＵＡＬを参照する。
ビット１６〜３１は、図５で参照されるＡＬＥＮを含ん
でいる。ＡＬＥＮに１６を乗ずると、その積は、実効ア
クセスリストの始めから、指示されたアクセスリスト・
エントリまでのバイト数に等しい。ＡＲＴ中、もしＡＬ
ＥＮが実効アクセスリスト外にあるエントリを指示する
か、又はＡＬＥＴの左７ビットがすべて０でない場合、
例外が認識される。ＡＬＥＮが、実効ＡＬＤのアクセス
リスト長（ＡＬＬ）によって決定されるようなアクセス
リストの終わりを越えたアドレスを指示するならば、ア
クセスリスト・エントリは、実効アクセスリストの外に
ある。ＡＬＥＴの記述フォーマットは、ＡＬＥＴが１６
進法で００００００００又は０００００００１の場合、
これらの値がＡＲＴ処理によって特別な意味を割り当て
られているので、適用されない。
マットは、図９のブロック１００に詳しく示されてい
る。このトークンは、ＶＭ／ＥＳＡサービスの使用によ
りゲストによって得られる。ＡＬＥＴでは、ビット７は
ビットが１の場合、ＡＬＥＮがＰＳＡＬを参照すること
を指示する１次リストビット１１６である。１次リスト
ビット７が０の場合、ＡＬＥＮはＤＵＡＬを参照する。
ビット１６〜３１は、図５で参照されるＡＬＥＮを含ん
でいる。ＡＬＥＮに１６を乗ずると、その積は、実効ア
クセスリストの始めから、指示されたアクセスリスト・
エントリまでのバイト数に等しい。ＡＲＴ中、もしＡＬ
ＥＮが実効アクセスリスト外にあるエントリを指示する
か、又はＡＬＥＴの左７ビットがすべて０でない場合、
例外が認識される。ＡＬＥＮが、実効ＡＬＤのアクセス
リスト長（ＡＬＬ）によって決定されるようなアクセス
リストの終わりを越えたアドレスを指示するならば、ア
クセスリスト・エントリは、実効アクセスリストの外に
ある。ＡＬＥＴの記述フォーマットは、ＡＬＥＴが１６
進法で００００００００又は０００００００１の場合、
これらの値がＡＲＴ処理によって特別な意味を割り当て
られているので、適用されない。
【００５１】アクセスレジスタ、汎用レジスタ、又は記
憶装置には、ＡＬＥＴが存在でき、ユーザの問題プログ
ラムによる操作からは保護されない。命令の使用によ
り、どんなプログラムもＡＬＥＴの値を、アクセスレジ
スタと汎用レジスタと記憶装置間で転送することができ
る。呼び出されたプログラムは、アクセスレジスタの内
容を、使用可能な記憶エリアにセーブすることができ、
それ自身の目的のために、アクセスレジスタをロード及
び使用することができ、呼出し元に戻らないうちにアク
セスレジスタの原内容を回復することができる。ＡＬＥ
Ｔのビット８〜１５は、アクセスリスト・エントリシー
ケンス番号（ＡＬＥＳＮ）を含む。ＡＬＥＴは問題プロ
グラムから保護されておらず、ユーザは不注意にその内
容を任意の値に書き換えてしまうかもしれないので、Ａ
ＬＥＳＮが、ホストＡＲＴ中チェックされる信頼性機構
として、ＡＬＥＴの中に含まれる。
憶装置には、ＡＬＥＴが存在でき、ユーザの問題プログ
ラムによる操作からは保護されない。命令の使用によ
り、どんなプログラムもＡＬＥＴの値を、アクセスレジ
スタと汎用レジスタと記憶装置間で転送することができ
る。呼び出されたプログラムは、アクセスレジスタの内
容を、使用可能な記憶エリアにセーブすることができ、
それ自身の目的のために、アクセスレジスタをロード及
び使用することができ、呼出し元に戻らないうちにアク
セスレジスタの原内容を回復することができる。ＡＬＥ
Ｔのビット８〜１５は、アクセスリスト・エントリシー
ケンス番号（ＡＬＥＳＮ）を含む。ＡＬＥＴは問題プロ
グラムから保護されておらず、ユーザは不注意にその内
容を任意の値に書き換えてしまうかもしれないので、Ａ
ＬＥＳＮが、ホストＡＲＴ中チェックされる信頼性機構
として、ＡＬＥＴの中に含まれる。
【００５２】図５のアクセス・レジスタ変換に関して使
用されるアクセスリスト・エントリ（ＡＬＥ）のフォー
マットは、図９のブロック１２０で示されている。ＡＬ
Ｅのビット０は、ＡＬＥが有効でない場合を指示する無
効ビットである。ビット７は、０の場合、どんなプログ
ラムも、ホストＡＲＴオペレーション中、このアクセス
リスト・エントリを使用することを許可されていること
を特定する使用ビットである。ビット７が１の場合、Ａ
ＬＥのビット１６〜３１のアクセスリスト拡張許可イン
デックス（ＡＬＥＡＸ）値は、呼び出しプログラムがこ
のアクセスリスト・エントリを使用するのを許可されて
いるか否かを判定するのに私用される。ＡＬＥは、妥当
性検査をするために指定ＡＬＥＴのＡＬＥＳＮ値と比較
するビット８〜１５のＡＬＥＳＮ値を含む。ＡＬＥのビ
ット６５〜８９は、関連アドレス空間の対応するＡＳＴ
Ｅアドレスを含んでいる。ＡＳＴＥシーケンス番号（Ａ
ＳＴＥＳＮ）は、後述されるようにＡＳＴＥエントリに
関して妥当性検査として使用するためＡＬＥのビット９
６〜１２６にある。
用されるアクセスリスト・エントリ（ＡＬＥ）のフォー
マットは、図９のブロック１２０で示されている。ＡＬ
Ｅのビット０は、ＡＬＥが有効でない場合を指示する無
効ビットである。ビット７は、０の場合、どんなプログ
ラムも、ホストＡＲＴオペレーション中、このアクセス
リスト・エントリを使用することを許可されていること
を特定する使用ビットである。ビット７が１の場合、Ａ
ＬＥのビット１６〜３１のアクセスリスト拡張許可イン
デックス（ＡＬＥＡＸ）値は、呼び出しプログラムがこ
のアクセスリスト・エントリを使用するのを許可されて
いるか否かを判定するのに私用される。ＡＬＥは、妥当
性検査をするために指定ＡＬＥＴのＡＬＥＳＮ値と比較
するビット８〜１５のＡＬＥＳＮ値を含む。ＡＬＥのビ
ット６５〜８９は、関連アドレス空間の対応するＡＳＴ
Ｅアドレスを含んでいる。ＡＳＴＥシーケンス番号（Ａ
ＳＴＥＳＮ）は、後述されるようにＡＳＴＥエントリに
関して妥当性検査として使用するためＡＬＥのビット９
６〜１２６にある。
【００５３】図５のアクセスリスト２４及び２５のエン
トリは、ＣＰによって与えられ、いくつかのゲストによ
り直接操作から保護されることが意図されている。この
保護は、キー制御保護によるか又はＤＡＴによるどんな
ゲストプログラムによってもアクセス不可能な実記憶に
アクセスリストを配置することにより得られる。エント
リのビット０によって決定されるように、ＡＬＥは、有
効か無効かどちらかである。有効なＡＬＥは、そのアド
レス空間をアクセスするために適当に許可されたプログ
ラムによって使用されることのできるアドレス空間を特
定する。無効なＡＬＥは、割り付け又は再割り付けの場
合、有効エントリとして使用可能である。制御プログラ
ムは、有効ＡＬＥを割り付け、以前割り付けられたＡＬ
Ｅを無効にするサービスを提供する。
トリは、ＣＰによって与えられ、いくつかのゲストによ
り直接操作から保護されることが意図されている。この
保護は、キー制御保護によるか又はＤＡＴによるどんな
ゲストプログラムによってもアクセス不可能な実記憶に
アクセスリストを配置することにより得られる。エント
リのビット０によって決定されるように、ＡＬＥは、有
効か無効かどちらかである。有効なＡＬＥは、そのアド
レス空間をアクセスするために適当に許可されたプログ
ラムによって使用されることのできるアドレス空間を特
定する。無効なＡＬＥは、割り付け又は再割り付けの場
合、有効エントリとして使用可能である。制御プログラ
ムは、有効ＡＬＥを割り付け、以前割り付けられたＡＬ
Ｅを無効にするサービスを提供する。
【００５４】ＡＬＥの割り付けは、次のステップよりな
る。ゲストは、アドレス空間の識別を制御プログラム
（ＣＰ）に渡し、ＤＵＡＬ２４かＰＳＡＬ２５かを特定
する標識も渡す。この標識は、ＡＬＥＴの１次リストの
ビット７である。次に、制御プログラムは、後述するよ
うに、アドレス空間をアクセスするためにゲストプログ
ラムの権限をチェックする。もし、ゲストプログラムが
権限付与されている場合、制御プログラムは、特定アク
セスリストの無効エントリを選択し、有効エントリに変
え、ＡＳＴＥアドレス及びＡＳＴＥＳＮを含み、それに
よって、対象アドレス空間を特定し、ゲストプログラム
に現在割り付けられたＡＬＥを指定するＡＬＥＴの値を
戻す。次に、ゲストプログラムは、アドレス空間にアク
セスするために、新しいＡＬＥＴをアクセスレジスタに
置くことができる。その後、制御プログラムの無効化サ
ービスの使用により、割り付けられたＡＬＥは、無効に
される。
る。ゲストは、アドレス空間の識別を制御プログラム
（ＣＰ）に渡し、ＤＵＡＬ２４かＰＳＡＬ２５かを特定
する標識も渡す。この標識は、ＡＬＥＴの１次リストの
ビット７である。次に、制御プログラムは、後述するよ
うに、アドレス空間をアクセスするためにゲストプログ
ラムの権限をチェックする。もし、ゲストプログラムが
権限付与されている場合、制御プログラムは、特定アク
セスリストの無効エントリを選択し、有効エントリに変
え、ＡＳＴＥアドレス及びＡＳＴＥＳＮを含み、それに
よって、対象アドレス空間を特定し、ゲストプログラム
に現在割り付けられたＡＬＥを指定するＡＬＥＴの値を
戻す。次に、ゲストプログラムは、アドレス空間にアク
セスするために、新しいＡＬＥＴをアクセスレジスタに
置くことができる。その後、制御プログラムの無効化サ
ービスの使用により、割り付けられたＡＬＥは、無効に
される。
【００５５】このように、特定のＡＬＥは割り付けら
れ、無効にされ、再割り付けられ、今度の異ったアドレ
ス空間の特定化は、元の割り付けで特定される。概念的
に間違ったアドレス空間を指定するＡＬＥＴの誤使用か
らユーザを保護するために、ＡＬＥＳＮはＡＬＥＴ及び
ＡＬＥの両方に記憶されることができる。制御プログラ
ムがＡＬＥを割り付ける場合、制御プログラムは同一Ａ
ＬＥＳＮを、ＡＬＥと問題プログラムに戻る指定ＡＬＥ
Ｔの双方に置く。制御プログラムがＡＬＥを再割り付け
する場合、再割り付けられたＡＬＥのＡＬＥＳＮの値
を、以前に指定されたＡＬＥＴのＡＬＥＳＮの値が、も
はや新しいＡＬＥのＡＬＥＳＮに一致しないように変え
られる。
れ、無効にされ、再割り付けられ、今度の異ったアドレ
ス空間の特定化は、元の割り付けで特定される。概念的
に間違ったアドレス空間を指定するＡＬＥＴの誤使用か
らユーザを保護するために、ＡＬＥＳＮはＡＬＥＴ及び
ＡＬＥの両方に記憶されることができる。制御プログラ
ムがＡＬＥを割り付ける場合、制御プログラムは同一Ａ
ＬＥＳＮを、ＡＬＥと問題プログラムに戻る指定ＡＬＥ
Ｔの双方に置く。制御プログラムがＡＬＥを再割り付け
する場合、再割り付けられたＡＬＥのＡＬＥＳＮの値
を、以前に指定されたＡＬＥＴのＡＬＥＳＮの値が、も
はや新しいＡＬＥのＡＬＥＳＮに一致しないように変え
られる。
【００５６】ＡＬＥのＡＳＴＥＳＮ部は、ＡＳＴＥ及び
関連図面に関してさらに説明するけれども、ここで重要
なのは、ＡＬＥのＡＳＴＥＳＮ値と、ＡＳＴＥの値との
比較は、ＡＳＴＥを指定するＡＬＥ権限が確認される機
構であることである。したがって、ＡＳＴＥは、再割当
てされ、異なるＡＳＴＥＳＮが、トラックを、ＡＳＴＥ
を参照した全ＡＬＥエントリに返す必要なく、その使用
を制御するために、割り当てられることができる。ＡＳ
ＴＥＳＮの使用により、制御プログラムは、ＡＳＴＥを
使用可能な全プログラム，又はタスク指名可能ユニット
を保持する必要はない。したがって、権限は、ＡＳＴＥ
ＳＮを変えることにより変更されることができ、例外又
は割込みは、適切なＡＳＴＥＳＮなしでＡＳＴＥを使用
する試みがなされる場合、生成されることができる。こ
れにより、オペレーティングシステムは、ＡＳＴＥＳＮ
が変更されないうちにＡＬＥで許可されたケイパビリテ
ィを有するＡＳＴＥにアクセスする試みを知ることがで
きる。したがって、オペレーティングシステムは、新し
い、及び／又は、異った空間の場合ＡＳＴＥを安全に再
使用するか又は現空間の現評価者（ａｓｓｅｓｓｏｒ）
の権限を、再有効化する機構を有する。
関連図面に関してさらに説明するけれども、ここで重要
なのは、ＡＬＥのＡＳＴＥＳＮ値と、ＡＳＴＥの値との
比較は、ＡＳＴＥを指定するＡＬＥ権限が確認される機
構であることである。したがって、ＡＳＴＥは、再割当
てされ、異なるＡＳＴＥＳＮが、トラックを、ＡＳＴＥ
を参照した全ＡＬＥエントリに返す必要なく、その使用
を制御するために、割り当てられることができる。ＡＳ
ＴＥＳＮの使用により、制御プログラムは、ＡＳＴＥを
使用可能な全プログラム，又はタスク指名可能ユニット
を保持する必要はない。したがって、権限は、ＡＳＴＥ
ＳＮを変えることにより変更されることができ、例外又
は割込みは、適切なＡＳＴＥＳＮなしでＡＳＴＥを使用
する試みがなされる場合、生成されることができる。こ
れにより、オペレーティングシステムは、ＡＳＴＥＳＮ
が変更されないうちにＡＬＥで許可されたケイパビリテ
ィを有するＡＳＴＥにアクセスする試みを知ることがで
きる。したがって、オペレーティングシステムは、新し
い、及び／又は、異った空間の場合ＡＳＴＥを安全に再
使用するか又は現空間の現評価者（ａｓｓｅｓｓｏｒ）
の権限を、再有効化する機構を有する。
【００５７】ＭＣＤＳの下では、ゲストは、ゲストＰＳ
Ｗのビット１６及び１７によって決定されるようなホス
ト１次空間モード又はホストアクセス・レジスタモード
のいずれかである。各モードはゲストオペランド・アド
レスがどのように変換されるかを決定する。ホスト１次
空間モードでは、ゲストオペランド・アドレスはホスト
１次アドレス空間で変換される。ホストアクセス・レジ
スタモードでは、ゲストオペランド・アドレスは、１６
までの異ったアドレス空間のどれかで同時に分解され
る。どちらのモードでも、命令はホスト１次アドレス空
間でフェッチされ、実行される。
Ｗのビット１６及び１７によって決定されるようなホス
ト１次空間モード又はホストアクセス・レジスタモード
のいずれかである。各モードはゲストオペランド・アド
レスがどのように変換されるかを決定する。ホスト１次
空間モードでは、ゲストオペランド・アドレスはホスト
１次アドレス空間で変換される。ホストアクセス・レジ
スタモードでは、ゲストオペランド・アドレスは、１６
までの異ったアドレス空間のどれかで同時に分解され
る。どちらのモードでも、命令はホスト１次アドレス空
間でフェッチされ、実行される。
【００５８】有利なことには、上記２つの動作モード
は、ゲストをイネーブルして、１又はそれ以上のプログ
ラムを実行する。このプログラムは、ゲストそのものを
ＭＣＤＳモードにする必要なしにアクセスレジスタ変換
を使用しない。
は、ゲストをイネーブルして、１又はそれ以上のプログ
ラムを実行する。このプログラムは、ゲストそのものを
ＭＣＤＳモードにする必要なしにアクセスレジスタ変換
を使用しない。
【００５９】ホスト１次空間モードのアドレス変換は、
図１に示されたように、ゲストＤＡＴオフのＥＳＡ／３
７０モードのページ可能ゲストの場合アドレス変換と同
一である。ゲストアクセス・レジスタの内容は無視さ
れ、ホストアクセス・レジスタ変換は適用されない。
図１に示されたように、ゲストＤＡＴオフのＥＳＡ／３
７０モードのページ可能ゲストの場合アドレス変換と同
一である。ゲストアクセス・レジスタの内容は無視さ
れ、ホストアクセス・レジスタ変換は適用されない。
【００６０】ＭＣＤＳホストアクセス・レジスタモード
・ゲストの動作は、図８に示されている。ゲストがホス
トアクセス・レジスタモードである場合、オペランドア
ドレスはホストアクセス・レジスタを特定された実アド
レスと呼ばれる。ゲストアクセス・レジスタ変換及びゲ
スト動的アドレス変換は使用されない。その代り、ホス
トアクセス・レジスタを特定された実アドレスは、ホス
トアクセス・レジスタ変換及びホスト動的アドレス変換
により変換され、ホスト実アドレスを生成する。
・ゲストの動作は、図８に示されている。ゲストがホス
トアクセス・レジスタモードである場合、オペランドア
ドレスはホストアクセス・レジスタを特定された実アド
レスと呼ばれる。ゲストアクセス・レジスタ変換及びゲ
スト動的アドレス変換は使用されない。その代り、ホス
トアクセス・レジスタを特定された実アドレスは、ホス
トアクセス・レジスタ変換及びホスト動的アドレス変換
により変換され、ホスト実アドレスを生成する。
【００６１】図８に示すように、ホストアクセス・レジ
スタを特定された実アドレスは、アクセスリスト・エン
トリトークン（ＡＬＥＴ）８０２及びオフセット８０３
からなる。ＡＬＥＴ８０２は、記憶オペランドの実アド
レスを特定するのに使用される命令のＢフィールド又は
Ｒフィールドによって指定されるアクセスレジスタの中
に含まれる。ＡＬＥＴ８０２は、ホストアクセス・レジ
スタ変換中８０４使用され（後述する）、ホストセグメ
ントテーブル指示（ＳＴＤ）８０５を生成する。このホ
ストセグメント・テーブル指示８０５は、特定化された
オフセット８０３が存在するアドレス空間を決定する。
ホストＳＴＤの一部である私用空間ビット８０６は、ゲ
ストプレフィックシング，主記憶オリジン（ＭＳＯ），
及び主記憶エクステント（ＭＳＥ）が適用されるか否か
を決定するために使用される。ホストセグメント・テー
ブル指示８０５の私用空間ビット８０６が１である（８
０７で）場合、ゲストプレフィックシング（後述する）
は、８０８でオフセット８０３を適用し、８０９でゲス
ト絶対アドレスを生成する。さらに、私用空間ビット８
０６が１である場合、状態記述制御ブロックの実効主記
憶源は、８１０でゲスト絶対アドレスに付加され、結果
として得られたアドレスは、８１１で状態記述制御ブロ
ックの実効主記憶エクステントと比較されて、結果とし
て得られたアドレスが有効か否かを判定する。この結果
得られたアドレスはホスト仮想アドレス８１２である。
私用空間ビット８０６が８１３で０である場合、変更さ
れないオフセット６０３は、ホスト仮想アドレス８１２
である。ホスト仮想アドレス８１２は、８１４でホスト
動的アドレス変換（ホストＤＡＴ）中ホストセグメント
・テーブル指示８０５と共に使用され、ホスト実アドレ
ス８１５を生成する。次に、ホスト実アドレスは、８１
６でホストプレフィックシング中使用され、ホスト絶対
アドレス８０１を生成する。このホスト絶対アドレス
は、ホスト主記憶位置に割り当てられたアドレスであ
る。
スタを特定された実アドレスは、アクセスリスト・エン
トリトークン（ＡＬＥＴ）８０２及びオフセット８０３
からなる。ＡＬＥＴ８０２は、記憶オペランドの実アド
レスを特定するのに使用される命令のＢフィールド又は
Ｒフィールドによって指定されるアクセスレジスタの中
に含まれる。ＡＬＥＴ８０２は、ホストアクセス・レジ
スタ変換中８０４使用され（後述する）、ホストセグメ
ントテーブル指示（ＳＴＤ）８０５を生成する。このホ
ストセグメント・テーブル指示８０５は、特定化された
オフセット８０３が存在するアドレス空間を決定する。
ホストＳＴＤの一部である私用空間ビット８０６は、ゲ
ストプレフィックシング，主記憶オリジン（ＭＳＯ），
及び主記憶エクステント（ＭＳＥ）が適用されるか否か
を決定するために使用される。ホストセグメント・テー
ブル指示８０５の私用空間ビット８０６が１である（８
０７で）場合、ゲストプレフィックシング（後述する）
は、８０８でオフセット８０３を適用し、８０９でゲス
ト絶対アドレスを生成する。さらに、私用空間ビット８
０６が１である場合、状態記述制御ブロックの実効主記
憶源は、８１０でゲスト絶対アドレスに付加され、結果
として得られたアドレスは、８１１で状態記述制御ブロ
ックの実効主記憶エクステントと比較されて、結果とし
て得られたアドレスが有効か否かを判定する。この結果
得られたアドレスはホスト仮想アドレス８１２である。
私用空間ビット８０６が８１３で０である場合、変更さ
れないオフセット６０３は、ホスト仮想アドレス８１２
である。ホスト仮想アドレス８１２は、８１４でホスト
動的アドレス変換（ホストＤＡＴ）中ホストセグメント
・テーブル指示８０５と共に使用され、ホスト実アドレ
ス８１５を生成する。次に、ホスト実アドレスは、８１
６でホストプレフィックシング中使用され、ホスト絶対
アドレス８０１を生成する。このホスト絶対アドレス
は、ホスト主記憶位置に割り当てられたアドレスであ
る。
【００６２】図９と図１０は２つで１組であり、ＭＣＤ
Ｓの下でプログラム権限チェックをするホストアクセス
・レジスタ変換処理を示す図である。ＡＬＥＴがアクセ
スレジスタ・オペレーションに使用され、オペランドを
フェッチ又は記憶する場合、ＡＬＥＴのビット０〜６は
１１５で調べられ、ＡＬＥＴが有効であることを保証す
る。ＡＬＥＴのＰビット１１６が０である場合、アクセ
スリストはＤＵＡＬであり、Ｐビット１１６が１である
場合、アクセスリストはＰＳＡＬである。アクセスリス
トがＤＵＡＬである場合、実効ＡＬＤは、ＤＵＣＴから
フェッチされ、このＤＵＣＴのアドレスはホスト制御レ
ジスタ２に記憶される。アクセスリストがＰＳＡＬであ
る場合、実効ＡＬＤは１次ＡＳＴＥ（ＰＡＳＴＥ）から
フェッチされ、このＰＡＳＴＥのアドレスはホスト制御
レジスタ５に記憶される。実効ＡＬＤはアクセスリスト
源及びアクセスリスト長（ＡＬＬ）とを含んでいる。１
１７で、ＡＬＥＮはＡＬＬと比較され、ＡＬＥＮがアク
セスリストの境界外にないことを決定する。ＡＬＥＮが
この妥当性検査をパスすると、実効アクセスリスト源
は、１１９で加算器の演算によりＡＬＥＮと結合され、
アクセスリスト１２１ＡのＡＬＥ１２０のアドレスを検
出する。無効ビット、すなわちＡＬＥ１２０のビット０
は、１２１Ｂでそれが０かどうか判断するために検査さ
れ、それによってＡＬＥ１２０が有効かどうかを判定す
る。ＡＬＥ１２０が有効である場合、ＡＬＥＴのＡＬＥ
ＳＮ１２２は１２４でＡＬＥ１２０のＡＬＥＳＮ１２３
と比較される。ＡＬＥＳＮ１２２がＡＬＥＳＮ１２３に
等しい場合、ＡＬＥＴはＡＬＥ１２０を指定するために
許可され、ＡＳＴＥアドレス１２５は、ＡＳＴＥ１２６
をフェッチするのに使用される。ＡＳＴＥ１２６の妥当
性は、無効ビット１２７を１２８で検査することによ
り、確認される。ＡＳＴＥ１２６が有効の場合、ＡＳＴ
ＥＳＮ１３０は１３２でＡＳＴＥＳＮ１３１と比較さ
れ、ＡＬＥ１２０がＡＳＴＥ１２６を指定するように許
可されることを保証する。これらの検査はＡＲＴの有効
部を終了させる。
Ｓの下でプログラム権限チェックをするホストアクセス
・レジスタ変換処理を示す図である。ＡＬＥＴがアクセ
スレジスタ・オペレーションに使用され、オペランドを
フェッチ又は記憶する場合、ＡＬＥＴのビット０〜６は
１１５で調べられ、ＡＬＥＴが有効であることを保証す
る。ＡＬＥＴのＰビット１１６が０である場合、アクセ
スリストはＤＵＡＬであり、Ｐビット１１６が１である
場合、アクセスリストはＰＳＡＬである。アクセスリス
トがＤＵＡＬである場合、実効ＡＬＤは、ＤＵＣＴから
フェッチされ、このＤＵＣＴのアドレスはホスト制御レ
ジスタ２に記憶される。アクセスリストがＰＳＡＬであ
る場合、実効ＡＬＤは１次ＡＳＴＥ（ＰＡＳＴＥ）から
フェッチされ、このＰＡＳＴＥのアドレスはホスト制御
レジスタ５に記憶される。実効ＡＬＤはアクセスリスト
源及びアクセスリスト長（ＡＬＬ）とを含んでいる。１
１７で、ＡＬＥＮはＡＬＬと比較され、ＡＬＥＮがアク
セスリストの境界外にないことを決定する。ＡＬＥＮが
この妥当性検査をパスすると、実効アクセスリスト源
は、１１９で加算器の演算によりＡＬＥＮと結合され、
アクセスリスト１２１ＡのＡＬＥ１２０のアドレスを検
出する。無効ビット、すなわちＡＬＥ１２０のビット０
は、１２１Ｂでそれが０かどうか判断するために検査さ
れ、それによってＡＬＥ１２０が有効かどうかを判定す
る。ＡＬＥ１２０が有効である場合、ＡＬＥＴのＡＬＥ
ＳＮ１２２は１２４でＡＬＥ１２０のＡＬＥＳＮ１２３
と比較される。ＡＬＥＳＮ１２２がＡＬＥＳＮ１２３に
等しい場合、ＡＬＥＴはＡＬＥ１２０を指定するために
許可され、ＡＳＴＥアドレス１２５は、ＡＳＴＥ１２６
をフェッチするのに使用される。ＡＳＴＥ１２６の妥当
性は、無効ビット１２７を１２８で検査することによ
り、確認される。ＡＳＴＥ１２６が有効の場合、ＡＳＴ
ＥＳＮ１３０は１３２でＡＳＴＥＳＮ１３１と比較さ
れ、ＡＬＥ１２０がＡＳＴＥ１２６を指定するように許
可されることを保証する。これらの検査はＡＲＴの有効
部を終了させる。
【００６３】アドレス空間にアクセスするために呼出し
プログラムの権限は、検査される。第１の検査１３５が
行われ、Ｐビット１３６が０か否かを判定する。Ｐビッ
ト１３６が０である場合、全プログラムは許可され、Ａ
ＬＥに関連するアドレス空間にアクセスされ、これ以上
の検査は行われない。Ｐビット１３６が１である場合、
ＡＬＥＡＸ１３７は、比較器１３９によりホスト制御レ
ジスタのＥＡＸ１３８と比較される。比較器１３９での
比較が等しい場合、このプログラムはアドレス空間にア
クセスするために特に許可され、これ以上の検査は行わ
れない。比較器１３９での比較が等しくない場合、ＡＳ
Ｎ拡張許可チェック１４０が行われる。このＡＳＮ拡張
許可チェック１４０が、ホスト制御レジスタ８のＥＡＸ
と権限テーブル長（ＡＴＬ）と比較することによって行
われ、ＥＡＸが権限テーブルの境界外のエントリを指定
しないことを確かめる。ホスト制御レジスタ８にあるＥ
ＡＸは、その源がＡＴＯ１４２である権限テーブルへの
インデックスとして使用される。もし権限テーブルのＳ
ビットがそのＥＡＸに対して１に等しいようにセットさ
れているならば、プログラムはアドレス空間にアクセス
することが許可される。
プログラムの権限は、検査される。第１の検査１３５が
行われ、Ｐビット１３６が０か否かを判定する。Ｐビッ
ト１３６が０である場合、全プログラムは許可され、Ａ
ＬＥに関連するアドレス空間にアクセスされ、これ以上
の検査は行われない。Ｐビット１３６が１である場合、
ＡＬＥＡＸ１３７は、比較器１３９によりホスト制御レ
ジスタのＥＡＸ１３８と比較される。比較器１３９での
比較が等しい場合、このプログラムはアドレス空間にア
クセスするために特に許可され、これ以上の検査は行わ
れない。比較器１３９での比較が等しくない場合、ＡＳ
Ｎ拡張許可チェック１４０が行われる。このＡＳＮ拡張
許可チェック１４０が、ホスト制御レジスタ８のＥＡＸ
と権限テーブル長（ＡＴＬ）と比較することによって行
われ、ＥＡＸが権限テーブルの境界外のエントリを指定
しないことを確かめる。ホスト制御レジスタ８にあるＥ
ＡＸは、その源がＡＴＯ１４２である権限テーブルへの
インデックスとして使用される。もし権限テーブルのＳ
ビットがそのＥＡＸに対して１に等しいようにセットさ
れているならば、プログラムはアドレス空間にアクセス
することが許可される。
【００６４】プログラムがアドレス空間にアクセスする
ことが許可され、前述のようにアクセスが記憶アクセス
である場合、ＡＬＥのフェッチオンリービット１１４
が、１１５Ｂで示されるように検査される。フェッチオ
ンリービットが０なら、記憶アクセスは許可される。フ
ェッチオンリービットが１なら、アクセスリスト制御保
護のための保護例外が、認識される。
ことが許可され、前述のようにアクセスが記憶アクセス
である場合、ＡＬＥのフェッチオンリービット１１４
が、１１５Ｂで示されるように検査される。フェッチオ
ンリービットが０なら、記憶アクセスは許可される。フ
ェッチオンリービットが１なら、アクセスリスト制御保
護のための保護例外が、認識される。
【００６５】プログラムがアドレス空間にアクセスする
ことがなお許可されている場合（記憶アクセス又はフェ
ッチアクセスのいずれかの場合）、ホストＳＴＤ１４４
はＡＳＴＥ１２５から得られる。ホストＳＴＤは、ＡＬ
Ｅの強制私用空間ビット１４６と、ホストＳＴＤ１４４
の私用空間ビット１４８との論理ＯＲを取ることによ
り、１４７で修正され、演算結果は図１０に示されるよ
うにゲストプレフィックシング及びホストＤＡＴ操作に
供給されるホストＳＴＤの私用空間ビットを置換する。
ホストＳＴＤ１４４の残りのビットは不変である。
ことがなお許可されている場合（記憶アクセス又はフェ
ッチアクセスのいずれかの場合）、ホストＳＴＤ１４４
はＡＳＴＥ１２５から得られる。ホストＳＴＤは、ＡＬ
Ｅの強制私用空間ビット１４６と、ホストＳＴＤ１４４
の私用空間ビット１４８との論理ＯＲを取ることによ
り、１４７で修正され、演算結果は図１０に示されるよ
うにゲストプレフィックシング及びホストＤＡＴ操作に
供給されるホストＳＴＤの私用空間ビットを置換する。
ホストＳＴＤ１４４の残りのビットは不変である。
【００６６】図１０は、プレフィックシング，主記憶源
アプリケーション，及び主記憶エクステントチェック処
理を示したものである。図１０で、ホストＡＲＴ処理か
ら得たホストＳＴＤ９００は、セグメントテーブル源９
０１及び私用空間ビット９０２を含む。セグメントテー
ブル源はホストＤＡＴ９０５中に使用される。私用空間
ビットは、ゲストプレフィックシング，ゲスト主記憶源
アプリケーション，及びゲスト主記憶エクステント検査
が実行されるか否かを判定するのに用いられる。もし、
私用空間ビット９０２が１ならば、実効オフセット９０
６は、ゲストプレフィックシング，主記憶源付加，及び
主記憶エクステント検査を適用することなく、ホストＤ
ＡＴ処理９０５によって使用される。すなわち、オフセ
ット９０６はホストＤＡＴ処理９０５によって直接使用
される。私用空間ビット９０２が９１６で０ならば、オ
フセット９０６のビット１〜１９はすべて０か否かを９
０７で検査する。もしオフセットのビット１〜１９がす
べて０ならば、状態記述制御ブロック９０８のゲストプ
レフィックス・フィールドのビット１〜１９は、実効オ
フセットのビット１〜１９を置換するのに使用され、実
効オフセットのビット２０〜３１は、９１０で右側に連
結されて、ゲスト絶対アドレス９１１を生成する。
アプリケーション，及び主記憶エクステントチェック処
理を示したものである。図１０で、ホストＡＲＴ処理か
ら得たホストＳＴＤ９００は、セグメントテーブル源９
０１及び私用空間ビット９０２を含む。セグメントテー
ブル源はホストＤＡＴ９０５中に使用される。私用空間
ビットは、ゲストプレフィックシング，ゲスト主記憶源
アプリケーション，及びゲスト主記憶エクステント検査
が実行されるか否かを判定するのに用いられる。もし、
私用空間ビット９０２が１ならば、実効オフセット９０
６は、ゲストプレフィックシング，主記憶源付加，及び
主記憶エクステント検査を適用することなく、ホストＤ
ＡＴ処理９０５によって使用される。すなわち、オフセ
ット９０６はホストＤＡＴ処理９０５によって直接使用
される。私用空間ビット９０２が９１６で０ならば、オ
フセット９０６のビット１〜１９はすべて０か否かを９
０７で検査する。もしオフセットのビット１〜１９がす
べて０ならば、状態記述制御ブロック９０８のゲストプ
レフィックス・フィールドのビット１〜１９は、実効オ
フセットのビット１〜１９を置換するのに使用され、実
効オフセットのビット２０〜３１は、９１０で右側に連
結されて、ゲスト絶対アドレス９１１を生成する。
【００６７】もし実効オフセットのビット１〜１９がす
べて０でなく、９０９でゲストプレフィックス値に等し
いならば、実効オフセットのビット１〜１９は０で置換
され、実効オフセットのビット２０〜３１は、９１０で
右側に連結されて、ゲスト絶対アドレス９１１を生成す
る。もし実効オフセットのビット１〜１９がすべて０で
なく、ゲストプレフィックス値に等しくないならば、全
オフセットは不変で、ゲスト絶対アドレス９１１である
と認識される。さらに、９１６で私用空間ビット９０２
が０ならば、９１４でゲスト絶対アドレスは実効主記憶
源９１２に加算され、９１５で演算結果は状態記述制御
ブロック９１３の実効主記憶エクステント値と比較され
る。もし結果のアドレスが実効主記憶エクステント値よ
り小さいか、又は等しければ、結果のアドレスは有効
で、ホストＤＡＴ９０５中使用される。
べて０でなく、９０９でゲストプレフィックス値に等し
いならば、実効オフセットのビット１〜１９は０で置換
され、実効オフセットのビット２０〜３１は、９１０で
右側に連結されて、ゲスト絶対アドレス９１１を生成す
る。もし実効オフセットのビット１〜１９がすべて０で
なく、ゲストプレフィックス値に等しくないならば、全
オフセットは不変で、ゲスト絶対アドレス９１１である
と認識される。さらに、９１６で私用空間ビット９０２
が０ならば、９１４でゲスト絶対アドレスは実効主記憶
源９１２に加算され、９１５で演算結果は状態記述制御
ブロック９１３の実効主記憶エクステント値と比較され
る。もし結果のアドレスが実効主記憶エクステント値よ
り小さいか、又は等しければ、結果のアドレスは有効
で、ホストＤＡＴ９０５中使用される。
【００６８】ＭＣＤＳはＥＳＡ／３７０の私用空間ビッ
トの機能を拡張する。もし仮想計算機がデータ空間を生
成するなら、そのデータ空間にプレフィックス関連の保
護機構を適用するのは適切でない。個別のユーザ仮想計
算機間で、全共有者はデータ空間の同じ位置に到達する
ために同じアドレスを使用できるべきである。したがっ
て、ＭＣＤＳは、私用空間属性の影響を拡張して、プレ
フィックシングを抑制する。同様に、状態記述の主記憶
エクステントによって特定された仮想計算機の１次空間
サイズは、それがアクセスできる他の空間のサイズと関
係ない。このように、ＭＣＤＳ私用空間制御は、主記憶
エクステント・チェックの適用を抑止する。要するに、
私用空間属性はデータの各共有者に、データの同じ“ビ
ュー（ｖｉｅｗ）”を与える。さらに、“私用”はアド
レス空間の属性ではなく、むしろアクセスの属性であ
る。ユーザの１次アドレス空間が２次仮想計算機と共有
される場合、オーナーのアクセスは私用として指示され
ない。プレフィックス効果は１次空間の場合適切である
からである。共有者のアクセスは私用として指示され、
外部空間のアドレスへの共有者プレフィックスの適用を
抑制する。
トの機能を拡張する。もし仮想計算機がデータ空間を生
成するなら、そのデータ空間にプレフィックス関連の保
護機構を適用するのは適切でない。個別のユーザ仮想計
算機間で、全共有者はデータ空間の同じ位置に到達する
ために同じアドレスを使用できるべきである。したがっ
て、ＭＣＤＳは、私用空間属性の影響を拡張して、プレ
フィックシングを抑制する。同様に、状態記述の主記憶
エクステントによって特定された仮想計算機の１次空間
サイズは、それがアクセスできる他の空間のサイズと関
係ない。このように、ＭＣＤＳ私用空間制御は、主記憶
エクステント・チェックの適用を抑止する。要するに、
私用空間属性はデータの各共有者に、データの同じ“ビ
ュー（ｖｉｅｗ）”を与える。さらに、“私用”はアド
レス空間の属性ではなく、むしろアクセスの属性であ
る。ユーザの１次アドレス空間が２次仮想計算機と共有
される場合、オーナーのアクセスは私用として指示され
ない。プレフィックス効果は１次空間の場合適切である
からである。共有者のアクセスは私用として指示され、
外部空間のアドレスへの共有者プレフィックスの適用を
抑制する。
【００６９】強制私用空間ビットは、ユーザの１次空間
のためにＳＴＤの単一コピー（ＡＳＴＥにおける）を保
持しながら、１次空間のこれら異なるビューを許容する
方法を提供する。ＡＳＴＥのＳＴＤの私用空間ビット
は、０にセットされ、ホストＣＲ１はこのフィールドか
らロードされる場合、オーナに適切な空間の“非私用”
のビューを与える。各共有者のアクセスリスト・エント
リの強制私用空間ビットは、１にセットされ、各共有者
にアドレス空間の“私用”ビューを与える。
のためにＳＴＤの単一コピー（ＡＳＴＥにおける）を保
持しながら、１次空間のこれら異なるビューを許容する
方法を提供する。ＡＳＴＥのＳＴＤの私用空間ビット
は、０にセットされ、ホストＣＲ１はこのフィールドか
らロードされる場合、オーナに適切な空間の“非私用”
のビューを与える。各共有者のアクセスリスト・エント
リの強制私用空間ビットは、１にセットされ、各共有者
にアドレス空間の“私用”ビューを与える。
【００７０】アクセスリスト・エントリの私用ビット及
びＡＬＥＡＸフィールドは、ＡＬＥによって表されるア
ドレス空間へのプログラムのアクセスを許可するか又は
禁止する高性能権限機構を提供する。私用ビットは０で
あることも可能で、よってアクセスリストを実行する全
プログラムが、ＡＬＥによって表されるアドレス空間に
アクセスすることを許容する。ＡＬＥ私用ビットは１に
なることができ、ホスト制御レジスタ８のＥＡＸはＡＬ
ＥＡＸフィールドに等しくなることができる。これによ
って特定のＥＡＸを有するプログラムは、ＡＬＥによっ
て表されるアドレス空間へアクセスすることができる。
最後に、ＡＬＥ私用ビットは１になることができ、ホス
ト制御レジスタ８のＥＡＸは、１に等しいＳビットを有
する目標空間権限テーブルのエントリを選択することが
できる。これによって、異なるＥＡＸで実行することが
できる多重プログラムは、ＡＬＥによって表されるアド
レス空間にアクセスすることができる。
びＡＬＥＡＸフィールドは、ＡＬＥによって表されるア
ドレス空間へのプログラムのアクセスを許可するか又は
禁止する高性能権限機構を提供する。私用ビットは０で
あることも可能で、よってアクセスリストを実行する全
プログラムが、ＡＬＥによって表されるアドレス空間に
アクセスすることを許容する。ＡＬＥ私用ビットは１に
なることができ、ホスト制御レジスタ８のＥＡＸはＡＬ
ＥＡＸフィールドに等しくなることができる。これによ
って特定のＥＡＸを有するプログラムは、ＡＬＥによっ
て表されるアドレス空間へアクセスすることができる。
最後に、ＡＬＥ私用ビットは１になることができ、ホス
ト制御レジスタ８のＥＡＸは、１に等しいＳビットを有
する目標空間権限テーブルのエントリを選択することが
できる。これによって、異なるＥＡＸで実行することが
できる多重プログラムは、ＡＬＥによって表されるアド
レス空間にアクセスすることができる。
【００７１】図１１〜図１３は３つが一緒になって、ア
クセスレジスタ変換ステップと例外のフローチャートを
形成する。ＡＲＴ論理が呼び出されると、アクセスレジ
スタ０が指定されたか否かを判定する検査が１５０で行
われる。アクセスレジスタ０が指定されると、ＡＲＴが
ＴＥＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作によって呼び出されるか否
かを判定する検査が１５１で行われる。ＴＥＳＴ ＡＣ
ＣＥＳＳ動作は従来公知であるので、ここでは詳述しな
い。アクセスレジスタ０が指定されないか、又はこれが
ＴＥＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作である場合、アクセスレジ
スタのＡＬＥＴは、１５２で使用するために指定され
る。アクセスレジスタ０が指定されていて、これがＴＥ
ＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作でない場合は、１６進数０００
０００００が１５３でＡＬＥＴに割り当てられる。ＡＬ
ＥＴが１６進数００００００００に等しいか否かを判定
する検査が１５４で行われる。もしイエスなら、ホスト
１次アドレス空間のためのＳＴＤは、１５５でホスト制
御レジスタ１から得られる。ＡＬＥＴが１６進数０００
００００の値を有しているか否かを判定する検査が１５
６で行われる。もしイエスなら、ホスト２次アドレス空
間のためのＳＴＤは、１５７で制御レジスタ７から得ら
れる。ＡＬＥＴのビット０〜６が０に等しいか否かを判
定する検査が１５８で行われる。もしビット０〜６が０
に等しくないならば、ＡＬＥＴに割り当てられた値は有
効ではなく、ゲストＡＬＥＴ仕様例外が１５９で生起さ
れ、動作が抑制される。
クセスレジスタ変換ステップと例外のフローチャートを
形成する。ＡＲＴ論理が呼び出されると、アクセスレジ
スタ０が指定されたか否かを判定する検査が１５０で行
われる。アクセスレジスタ０が指定されると、ＡＲＴが
ＴＥＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作によって呼び出されるか否
かを判定する検査が１５１で行われる。ＴＥＳＴ ＡＣ
ＣＥＳＳ動作は従来公知であるので、ここでは詳述しな
い。アクセスレジスタ０が指定されないか、又はこれが
ＴＥＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作である場合、アクセスレジ
スタのＡＬＥＴは、１５２で使用するために指定され
る。アクセスレジスタ０が指定されていて、これがＴＥ
ＳＴ ＡＣＣＥＳＳ動作でない場合は、１６進数０００
０００００が１５３でＡＬＥＴに割り当てられる。ＡＬ
ＥＴが１６進数００００００００に等しいか否かを判定
する検査が１５４で行われる。もしイエスなら、ホスト
１次アドレス空間のためのＳＴＤは、１５５でホスト制
御レジスタ１から得られる。ＡＬＥＴが１６進数０００
００００の値を有しているか否かを判定する検査が１５
６で行われる。もしイエスなら、ホスト２次アドレス空
間のためのＳＴＤは、１５７で制御レジスタ７から得ら
れる。ＡＬＥＴのビット０〜６が０に等しいか否かを判
定する検査が１５８で行われる。もしビット０〜６が０
に等しくないならば、ＡＬＥＴに割り当てられた値は有
効ではなく、ゲストＡＬＥＴ仕様例外が１５９で生起さ
れ、動作が抑制される。
【００７２】ＡＬＥＴビット７が１か否かを判定する検
査が１６０で行われる。もし１なら、ホスト制御レジス
タ５のＰＡＳＴＥＯエントリが１６１でデコードされ、
ＰＳＡＬのために実効ＡＬＤがフェッチされる。もしＡ
ＬＥＴビット７が０に等しいなら、ホスト制御レジスタ
２のＤＵＣＴＯエントリが１６２でデコードされ、実効
ＡＬＤはＤＵＡＬのためにフェッチされる。フェッチア
ドレスが１６３で有効でないと判定された場合、ゲスト
アドレス指定例外は１６４で生起され、動作が抑制され
る。アドレスが１６３で有効と判定された場合、ＡＬＥ
ＴのＡＬＥＮが実効ＡＬＬ（実効ＡＬＤのビット２５〜
３１）の範囲外にあるかどうかを判定する検査が１６５
で行われる。もし範囲外なら、ゲストＡＬＥＮ変換例外
が１６６で生起され、動作が無効にされる。１６５での
答えがノーならば、ＡＬＥは１６７にあり、ＡＬＥアド
レスが有効か否かを判定する検査が１６５で行われる。
ＡＬＥアドレスが有効でない場合、ゲストアドレス指定
例外が１６８で生起され、動作が抑制される。アドレス
が１６７で有効と判定された場合、ＡＬＥの有効ビット
は、ＡＬＥが有効か否かを判定するために１６９で検査
される。もしＡＬＥが有効でないならば、ゲストＡＬＥ
Ｎ変換例外が１７０で認識され、動作が無効にされる。
ＡＬＥが１６９で有効と判定された場合、ＡＬＥＴのＡ
ＬＥＳＮは、１７１でＡＬＥのＡＬＥＳＮと比較され
る。比較１７１が等しくない場合は、ゲストＡＬＥシー
ケンス例外が１７２で認識され、動作は無効にされる。
１７１での比較が等しい場合、ＡＳＴＥは、ＡＬＥのＡ
ＳＴＥアドレスを用いて１７３に置かれる。ＡＳＴＥア
ドレスが有効か否かを判定する検査が行われる。アドレ
スが有効でない場合、ゲストアドレス指定例外が１７４
で生起され、動作が抑制される。ＡＳＴＥアドレスが１
７３で有効と判定された場合、ＡＳＴＥの有効性ビット
は１７５で検査され、ＡＳＴＥが有効か否かが判定され
る。ＡＳＴＥが有効でない場合、ホストＡＳＴＥ有効性
例外は１７６で生起され、動作がは無効にされる。１７
７で、ＡＬＥのＡＳＴＥＳＮがＡＳＴＥのＡＳＴＥＳＮ
と比較される。１７７で比較が等しくない場合、ホスト
ＡＳＴＥのシーケンス例外は１７８で生起され、動作が
無効にされる。
査が１６０で行われる。もし１なら、ホスト制御レジス
タ５のＰＡＳＴＥＯエントリが１６１でデコードされ、
ＰＳＡＬのために実効ＡＬＤがフェッチされる。もしＡ
ＬＥＴビット７が０に等しいなら、ホスト制御レジスタ
２のＤＵＣＴＯエントリが１６２でデコードされ、実効
ＡＬＤはＤＵＡＬのためにフェッチされる。フェッチア
ドレスが１６３で有効でないと判定された場合、ゲスト
アドレス指定例外は１６４で生起され、動作が抑制され
る。アドレスが１６３で有効と判定された場合、ＡＬＥ
ＴのＡＬＥＮが実効ＡＬＬ（実効ＡＬＤのビット２５〜
３１）の範囲外にあるかどうかを判定する検査が１６５
で行われる。もし範囲外なら、ゲストＡＬＥＮ変換例外
が１６６で生起され、動作が無効にされる。１６５での
答えがノーならば、ＡＬＥは１６７にあり、ＡＬＥアド
レスが有効か否かを判定する検査が１６５で行われる。
ＡＬＥアドレスが有効でない場合、ゲストアドレス指定
例外が１６８で生起され、動作が抑制される。アドレス
が１６７で有効と判定された場合、ＡＬＥの有効ビット
は、ＡＬＥが有効か否かを判定するために１６９で検査
される。もしＡＬＥが有効でないならば、ゲストＡＬＥ
Ｎ変換例外が１７０で認識され、動作が無効にされる。
ＡＬＥが１６９で有効と判定された場合、ＡＬＥＴのＡ
ＬＥＳＮは、１７１でＡＬＥのＡＬＥＳＮと比較され
る。比較１７１が等しくない場合は、ゲストＡＬＥシー
ケンス例外が１７２で認識され、動作は無効にされる。
１７１での比較が等しい場合、ＡＳＴＥは、ＡＬＥのＡ
ＳＴＥアドレスを用いて１７３に置かれる。ＡＳＴＥア
ドレスが有効か否かを判定する検査が行われる。アドレ
スが有効でない場合、ゲストアドレス指定例外が１７４
で生起され、動作が抑制される。ＡＳＴＥアドレスが１
７３で有効と判定された場合、ＡＳＴＥの有効性ビット
は１７５で検査され、ＡＳＴＥが有効か否かが判定され
る。ＡＳＴＥが有効でない場合、ホストＡＳＴＥ有効性
例外は１７６で生起され、動作がは無効にされる。１７
７で、ＡＬＥのＡＳＴＥＳＮがＡＳＴＥのＡＳＴＥＳＮ
と比較される。１７７で比較が等しくない場合、ホスト
ＡＳＴＥのシーケンス例外は１７８で生起され、動作が
無効にされる。
【００７３】前記ブロック１６３〜１７８が、このよう
にして、得られたエントリが有効か否かを判定する。１
７９でＡＬＥの私用ビット、すなわちビット７は、０に
等しいか否かを判定検査するために検査される。１７９
でまたＡＬＥのＡＬＥＡＸエントリは、ホスト制御レジ
スタ８のＥＡＸと比較される。この２つの検査のいずれ
も等しい場合、オペランドのためのホストＳＴＤは、１
８０に示されるように、アドレス空間のＡＳＴＥから得
られる。ＳＴＤはＡＬＥの強制私用空間ビットとホスト
ＳＴＤの私用空間ビットとの論理ＯＲを取ることによ
り、１４７で修正され、演算結果は、図１３に示したよ
うに、ゲストプレフィックシング及びホストＤＡＴオペ
レーションに、与えられるＳＴＤの私用空間ビットにな
る。ホストＳＴＤの残りのビットは変更されない。私用
ビットが０の場合、プログラムは許可され、アクセスレ
ジスタ変換の許可ステップが完了する。私用ビットが１
であるがＡＬＥＡＸがＥＡＸに等しい場合、プログラム
もまた許可され、アクセスレジスタ変換の許可ステップ
は完了する。
にして、得られたエントリが有効か否かを判定する。１
７９でＡＬＥの私用ビット、すなわちビット７は、０に
等しいか否かを判定検査するために検査される。１７９
でまたＡＬＥのＡＬＥＡＸエントリは、ホスト制御レジ
スタ８のＥＡＸと比較される。この２つの検査のいずれ
も等しい場合、オペランドのためのホストＳＴＤは、１
８０に示されるように、アドレス空間のＡＳＴＥから得
られる。ＳＴＤはＡＬＥの強制私用空間ビットとホスト
ＳＴＤの私用空間ビットとの論理ＯＲを取ることによ
り、１４７で修正され、演算結果は、図１３に示したよ
うに、ゲストプレフィックシング及びホストＤＡＴオペ
レーションに、与えられるＳＴＤの私用空間ビットにな
る。ホストＳＴＤの残りのビットは変更されない。私用
ビットが０の場合、プログラムは許可され、アクセスレ
ジスタ変換の許可ステップが完了する。私用ビットが１
であるがＡＬＥＡＸがＥＡＸに等しい場合、プログラム
もまた許可され、アクセスレジスタ変換の許可ステップ
は完了する。
【００７４】このプログラムが１７９でまだ許可されな
い場合、ＡＳＴＥの有効性は、ＡＳＴＥビット３０，３
１，６０〜６３が０か否かを判定することによって、１
８１で検査される。そうでない場合、ホストＡＳＮ変換
の仕様例外は１８２で生起され、動作が抑制される。ホ
スト制御レジスタ８のＥＡＸビット０〜１１の値は、１
８３で権限テーブル長と比較され、ＥＡＸが、権限テー
ブルの境界外のエントリを指定しないことを確かめる。
１８３の比較がイエスの場合、ゲスト拡張許可例外が１
８４で生起され、動作が無効にされる。ＥＡＸが、権限
テーブルの境界内のエントリを指定する場合、関連ＥＡ
Ｘエントリは１８５の権限テーブルに置かれる。権限テ
ーブルエントリのアドレスが有効でない場合、ゲストア
ドレス指定例外が１８６で生起され、動作が抑制され
る。
い場合、ＡＳＴＥの有効性は、ＡＳＴＥビット３０，３
１，６０〜６３が０か否かを判定することによって、１
８１で検査される。そうでない場合、ホストＡＳＮ変換
の仕様例外は１８２で生起され、動作が抑制される。ホ
スト制御レジスタ８のＥＡＸビット０〜１１の値は、１
８３で権限テーブル長と比較され、ＥＡＸが、権限テー
ブルの境界外のエントリを指定しないことを確かめる。
１８３の比較がイエスの場合、ゲスト拡張許可例外が１
８４で生起され、動作が無効にされる。ＥＡＸが、権限
テーブルの境界内のエントリを指定する場合、関連ＥＡ
Ｘエントリは１８５の権限テーブルに置かれる。権限テ
ーブルエントリのアドレスが有効でない場合、ゲストア
ドレス指定例外が１８６で生起され、動作が抑制され
る。
【００７５】拡張許可検査は、１８５に配置された権限
テーブルの２次許可ビット（Ｓビット）が１に等しいか
否かを判定することにより、１８７で行われる。１８７
の検査がイエスの場合、プログラムは、アドレス空間に
関連する権限テーブルによって許可されたものの内の１
つであり、アドレス空間のためのホストＳＴＤは、１８
８でＡＳＴＥから得られる。１８７での比較がノーの場
合、プログラムは許可されず、ゲスト拡張権限例外は１
８９で認識され、動作が無効にされる。
テーブルの２次許可ビット（Ｓビット）が１に等しいか
否かを判定することにより、１８７で行われる。１８７
の検査がイエスの場合、プログラムは、アドレス空間に
関連する権限テーブルによって許可されたものの内の１
つであり、アドレス空間のためのホストＳＴＤは、１８
８でＡＳＴＥから得られる。１８７での比較がノーの場
合、プログラムは許可されず、ゲスト拡張権限例外は１
８９で認識され、動作が無効にされる。
【００７６】アクセス特定保護の検査は、２０２で行わ
れる。なされるべきアクセスが記憶で、アクセスリスト
・エントリのフェッチオンリービットが１の場合、ゲス
ト保護例外は２０３で認識され、動作が抑制される。ど
んな例外も認識されなかった場合、アドレス空間のため
のＳＴＤは、１８８でＡＳＴＥから得られる。
れる。なされるべきアクセスが記憶で、アクセスリスト
・エントリのフェッチオンリービットが１の場合、ゲス
ト保護例外は２０３で認識され、動作が抑制される。ど
んな例外も認識されなかった場合、アドレス空間のため
のＳＴＤは、１８８でＡＳＴＥから得られる。
【００７７】ＡＬＥの強制私用空間ビットとＳＴＤの私
用空間ビットとの論理ＯＲを取ることにより、ＳＴＤは
１９０で変更され、演算結果は、ＳＴＤの私用空間ビッ
トとなり、図１３に示されるように、ゲストプレフィッ
クシング及びホストＤＡＴオペレーションに与えられ
る。ＳＴＤの残りのビットは、不変である。
用空間ビットとの論理ＯＲを取ることにより、ＳＴＤは
１９０で変更され、演算結果は、ＳＴＤの私用空間ビッ
トとなり、図１３に示されるように、ゲストプレフィッ
クシング及びホストＤＡＴオペレーションに与えられ
る。ＳＴＤの残りのビットは、不変である。
【００７８】ホストＳＴＤの私用空間ビットが１９１で
１の場合、１９３のホストＤＡＴ処理に供給されるホス
ト仮想アドレス１９２である。私用空間ビットが、１９
１で０の場合、オフセットのビット１〜１９は、１９４
で０かどうか検査される。これらのビットがすべて０の
場合、オフセットのビット１〜１９は状態記述制御ブロ
ック１９５からのプレフィックス値のビット１〜１９と
置換され、ゲスト絶対アドレス１９６を生成する。ビッ
ト１〜１９が０でなく、そのかわりに、状態記述制御ブ
ロック１９７からのプレフィックス値のビット１〜１９
に一致する場合、オフセットのビット１〜９は、１９８
で０と置換され、ゲスト絶対アドレス１９６を生成す
る。オフセットのビット１〜１９が０でなく、プレフィ
ックスのビット１〜１９に一致しない場合、オフセット
はゲスト絶対アドレス１９６である。これにより、プレ
フィックス動作が完了する。
１の場合、１９３のホストＤＡＴ処理に供給されるホス
ト仮想アドレス１９２である。私用空間ビットが、１９
１で０の場合、オフセットのビット１〜１９は、１９４
で０かどうか検査される。これらのビットがすべて０の
場合、オフセットのビット１〜１９は状態記述制御ブロ
ック１９５からのプレフィックス値のビット１〜１９と
置換され、ゲスト絶対アドレス１９６を生成する。ビッ
ト１〜１９が０でなく、そのかわりに、状態記述制御ブ
ロック１９７からのプレフィックス値のビット１〜１９
に一致する場合、オフセットのビット１〜９は、１９８
で０と置換され、ゲスト絶対アドレス１９６を生成す
る。オフセットのビット１〜１９が０でなく、プレフィ
ックスのビット１〜１９に一致しない場合、オフセット
はゲスト絶対アドレス１９６である。これにより、プレ
フィックス動作が完了する。
【００７９】ゲスト絶対アドレスは、状態記述制御ブロ
ックの実効主記憶源によって修正される。そして、演算
結果のアドレスが無効、すなわち、演算結果のアドレス
が状態記述制御ブロック１９９の実効主記憶エクステン
トより小さくないか又は等しい場合、ホスト変換例外条
件が２００で認識される。そうでない場合、すなわち、
演算結果のアドレスが有効な場合、それは、ホストＤＡ
Ｔ処理１９３中で使用されるホスト仮想アドレス２０１
である。
ックの実効主記憶源によって修正される。そして、演算
結果のアドレスが無効、すなわち、演算結果のアドレス
が状態記述制御ブロック１９９の実効主記憶エクステン
トより小さくないか又は等しい場合、ホスト変換例外条
件が２００で認識される。そうでない場合、すなわち、
演算結果のアドレスが有効な場合、それは、ホストＤＡ
Ｔ処理１９３中で使用されるホスト仮想アドレス２０１
である。
【００８０】有利なことに、ＭＣＤＳホストＡＲＴは、
アドレス空間へのリードオンリーアクセスを許可するこ
とができる。これにより、いくつかのゲストは空間にリ
ード／ライトアクセスができ、他のゲストはリードオン
リーアクセスができる。これは、従来の仮想計算機（Ｖ
Ｍ）の共有メモリケイパビリティに対する著しい改良で
ある。仮想計算機の初期のバージョンは、“セーブされ
たセグメント”を、多重仮想計算機の絶対アドレス空間
に埋め込ませることができたが、共有データは共有者全
員によってしか書込み可能であるか又は共有者の誰も書
込み可能でないかのいずれかである。個々の仮想計算機
のアクセスの制御によって、ＣＭＳ共有ファイルシステ
ムの場合のようなサービスマシンは、アドレス空間に安
全にデータをロードすることができ、そこからユーザマ
シンはデータを直接フェッチすることができる。
アドレス空間へのリードオンリーアクセスを許可するこ
とができる。これにより、いくつかのゲストは空間にリ
ード／ライトアクセスができ、他のゲストはリードオン
リーアクセスができる。これは、従来の仮想計算機（Ｖ
Ｍ）の共有メモリケイパビリティに対する著しい改良で
ある。仮想計算機の初期のバージョンは、“セーブされ
たセグメント”を、多重仮想計算機の絶対アドレス空間
に埋め込ませることができたが、共有データは共有者全
員によってしか書込み可能であるか又は共有者の誰も書
込み可能でないかのいずれかである。個々の仮想計算機
のアクセスの制御によって、ＣＭＳ共有ファイルシステ
ムの場合のようなサービスマシンは、アドレス空間に安
全にデータをロードすることができ、そこからユーザマ
シンはデータを直接フェッチすることができる。
【００８１】アクセスリスト制御保護は、ＥＳＡ／３７
０並びにＭＣＤＳに含まれる。したがって、ＣＰは明示
ソフトウェアテストよりもむしろ、この機構を用いて、
ゲストのための動作をシミュレートする場合の保護を強
化することができる。仮想計算機は、格納キー及びＰＳ
Ｗキーの割当てを、仮想計算機への権限を強化するのに
不適切なキーを作り出している各仮想計算機のゲストに
引き渡す。アクセスリスト制御保護は、この分野におけ
る仮想計算機固有のニーズを生起する。
０並びにＭＣＤＳに含まれる。したがって、ＣＰは明示
ソフトウェアテストよりもむしろ、この機構を用いて、
ゲストのための動作をシミュレートする場合の保護を強
化することができる。仮想計算機は、格納キー及びＰＳ
Ｗキーの割当てを、仮想計算機への権限を強化するのに
不適切なキーを作り出している各仮想計算機のゲストに
引き渡す。アクセスリスト制御保護は、この分野におけ
る仮想計算機固有のニーズを生起する。
【００８２】ホストアクセス・レジスタ変換、すなわち
ホストＡＲＴ処理中に認識された例外条件は、いくつか
の例外条件のどれか検出することができる。これらの条
件は一般にホストに報告される。このホストは適切な動
作を行うことができる。しばしば、ホストの応答は、ゲ
ストに対して例外を提示することである。ＣＰはマシン
によって報告された特定ＭＣＤＳ例外を、仮想計算機の
適用に意義のあるＥＳＡ／ＸＣ例外に変形する。
ホストＡＲＴ処理中に認識された例外条件は、いくつか
の例外条件のどれか検出することができる。これらの条
件は一般にホストに報告される。このホストは適切な動
作を行うことができる。しばしば、ホストの応答は、ゲ
ストに対して例外を提示することである。ＣＰはマシン
によって報告された特定ＭＣＤＳ例外を、仮想計算機の
適用に意義のあるＥＳＡ／ＸＣ例外に変形する。
【００８３】例えば、共有空間のオーナーが、空間は、
全共有者から“隔離”されるべきだと要求する場合、Ｃ
Ｐは空間に対するＡＳＴＥのシーケンス番号を増分す
る。ＡＲＴ中、マシンは、ＡＬＥのシーケンス番号を、
それが指定するＡＳＴＥのシーケンス番号と比較する。
比較して一致しない場合、ＡＳＴＥシーケンス例外がホ
ストに提示される。それによって、ＣＰは、空間にアク
セスしようとする前共有者の試みを検出し阻止する。Ｍ
ＣＤＳ ＡＳＴＥシーケンス例外に応答して、ＣＰは、
ＥＳＡ／ＸＣアドレス指定機能例外を、空間へのアクセ
ス許可が取り消されたことを指示するゲストに与える。
全共有者から“隔離”されるべきだと要求する場合、Ｃ
Ｐは空間に対するＡＳＴＥのシーケンス番号を増分す
る。ＡＲＴ中、マシンは、ＡＬＥのシーケンス番号を、
それが指定するＡＳＴＥのシーケンス番号と比較する。
比較して一致しない場合、ＡＳＴＥシーケンス例外がホ
ストに提示される。それによって、ＣＰは、空間にアク
セスしようとする前共有者の試みを検出し阻止する。Ｍ
ＣＤＳ ＡＳＴＥシーケンス例外に応答して、ＣＰは、
ＥＳＡ／ＸＣアドレス指定機能例外を、空間へのアクセ
ス許可が取り消されたことを指示するゲストに与える。
【００８４】ホストアクセスレジスタ変換中認識される
他の例外は、ゲストに提示される。例えば、ゲストは、
ゲストアクセスレジスタのＡＬＥＴに関連するエラーに
対して責任を負っている。もし、ゲストアクセスレジス
タのＡＬＥＴが、無効フォーマットを有することが検出
された場合、ＡＬＥＴ仕様例外は認識され、ホストアク
セスレジスタ変換中にゲストに提示される。
他の例外は、ゲストに提示される。例えば、ゲストは、
ゲストアクセスレジスタのＡＬＥＴに関連するエラーに
対して責任を負っている。もし、ゲストアクセスレジス
タのＡＬＥＴが、無効フォーマットを有することが検出
された場合、ＡＬＥＴ仕様例外は認識され、ホストアク
セスレジスタ変換中にゲストに提示される。
【００８５】ゲストにより無効アクセスリストエントリ
にアクセスしようとする試みにより生じる例外は、ホス
トによって中止される。次に、ホストは、ゲストに例外
を提示する。この例外は、ＡＬＥＮ変換例外と呼ばれ
る。ＡＬＥＮ変換例外は、通常、ゲストが、アクセスが
以前に取り消されたアクセスリストエントリを指示する
古いＡＬＥＴを使用する場合、発生する。
にアクセスしようとする試みにより生じる例外は、ホス
トによって中止される。次に、ホストは、ゲストに例外
を提示する。この例外は、ＡＬＥＮ変換例外と呼ばれ
る。ＡＬＥＮ変換例外は、通常、ゲストが、アクセスが
以前に取り消されたアクセスリストエントリを指示する
古いＡＬＥＴを使用する場合、発生する。
【００８６】特定のゲストによるアドレス空間へのアク
セスは、読出し動作に制限されるか又は、このゲスト
は、アドレス空間のデータを変更されるのを許可され
る。ゲストが、読み出すのみのデータを変更しようと試
みる場合、保護例外が認識され、ゲストに提示される。
セスは、読出し動作に制限されるか又は、このゲスト
は、アドレス空間のデータを変更されるのを許可され
る。ゲストが、読み出すのみのデータを変更しようと試
みる場合、保護例外が認識され、ゲストに提示される。
【００８７】ＭＣＤＳの下では、確定ＤＡＴ関連命令の
動作は、修正されて、ゲストがＭＣＤＳモードにある場
合、ＤＡＴなしでその動作を許可する。これにより、ア
プリケーションプログラムは、ＥＳＡ／３７０下でＡＲ
Ｔを制御するのに用いるのと同様にＭＣＤＳ下でホスト
ＡＲＴを制御するための問題プログラム命令を使用する
ことができる。
動作は、修正されて、ゲストがＭＣＤＳモードにある場
合、ＤＡＴなしでその動作を許可する。これにより、ア
プリケーションプログラムは、ＥＳＡ／３７０下でＡＲ
Ｔを制御するのに用いるのと同様にＭＣＤＳ下でホスト
ＡＲＴを制御するための問題プログラム命令を使用する
ことができる。
【００８８】アドレス空間制御の挿入（ＩＮＳＥＲＴ
ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＰＡＣＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）命令
と、アドレス空間制御のセット（ＳＥＴ ＡＤＤＲＥＳ
Ｓ ＳＰＡＣＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）命令は、ＤＡＴなし
で使用可能であるように変更される。アドレス空間制御
の挿入命令は、ホスト１次空間モード又はホストアクセ
スレジスタモードのいずれかの、ゲストの現モードを得
るのに使用される。アドレス空間制御のセット命令は、
ホスト１次空間モード又はホストアクセスレジスタモー
ドのいずれかをセットするのに使用される。
ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＰＡＣＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）命令
と、アドレス空間制御のセット（ＳＥＴ ＡＤＤＲＥＳ
Ｓ ＳＰＡＣＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）命令は、ＤＡＴなし
で使用可能であるように変更される。アドレス空間制御
の挿入命令は、ホスト１次空間モード又はホストアクセ
スレジスタモードのいずれかの、ゲストの現モードを得
るのに使用される。アドレス空間制御のセット命令は、
ホスト１次空間モード又はホストアクセスレジスタモー
ドのいずれかをセットするのに使用される。
【００８９】図１５は、ＭＣＤＳ機構，システムアドレ
ス空間，制御プログラム，及び多重ＣＭＳユーザの相互
関係を示す図である。ＭＣＤＳ機構１１００は、ＣＰ１
１１０によって管理される制御テーブル１１０８によっ
て供給されるデータを用いて、（ＭＣＤＳにホスト仮想
アドレス及びＡＬＥＴを与える）ＣＭＳゲストをイネー
ブルし、多数のデータ空間１１０６のどれかに共通にア
クセスする。
ス空間，制御プログラム，及び多重ＣＭＳユーザの相互
関係を示す図である。ＭＣＤＳ機構１１００は、ＣＰ１
１１０によって管理される制御テーブル１１０８によっ
て供給されるデータを用いて、（ＭＣＤＳにホスト仮想
アドレス及びＡＬＥＴを与える）ＣＭＳゲストをイネー
ブルし、多数のデータ空間１１０６のどれかに共通にア
クセスする。
【図１】従来のＥＳＡ／３７０ＤＡＴ−ｏｎゲストの場
合のアドレス変換処理を示すフローチャート図である。
合のアドレス変換処理を示すフローチャート図である。
【図２】従来の仮想計算機の制御プログラム（ＣＰ）要
素と、各ログオン・ユーザのための仮想計算機との関係
を示すブロック図である。
素と、各ログオン・ユーザのための仮想計算機との関係
を示すブロック図である。
【図３】従来のページ可能モードＥＳＡ／３７０ＤＡＴ
−ｏｆｆゲストの場合のアドレス変換処理のフローチャ
ート図である。
−ｏｆｆゲストの場合のアドレス変換処理のフローチャ
ート図である。
【図４】アドレス指定オペランドのアクセスレジスタの
使用を示す図である。
使用を示す図である。
【図５】図４のゲストアクセスレジスタの内容にホスト
アクセスレジスタ変換の適用を示す図である。
アクセスレジスタ変換の適用を示す図である。
【図６】本発明のＭＣＤＳ機構で使用するための制御レ
ジスタの構成及び内容を示す図である。
ジスタの構成及び内容を示す図である。
【図７】ＭＣＤＳ機構で使用するためのＰＳＷの内容を
示す図である。
示す図である。
【図８】ＭＣＤＳホストアクセス・レジスタモードゲス
トの場合のアドレス変換処理を示す図である。
トの場合のアドレス変換処理を示す図である。
【図９】図５のアクセスレジスタ変換処理の論理の流れ
を示す図である。
を示す図である。
【図１０】図５のアクセスレジスタ変換処理の論理の流
れを示す図である。
れを示す図である。
【図１１】アクセスレジスタ変換動作及び例外を示すフ
ローチャート図である。
ローチャート図である。
【図１２】アクセスレジスタ変換動作及び例外を示すフ
ローチャート図である。
ローチャート図である。
【図１３】アクセスレジスタ変換動作及び例外を示すフ
ローチャート図である。
ローチャート図である。
【図１４】図１１〜図１３を合わせて見るときの組合せ
図である。
図である。
【図１５】ＭＣＤＳ機構，システムアドレス空間，制御
プログラム，及び多重ＣＭＳユーザの相互関係を示す図
である。
プログラム，及び多重ＣＭＳユーザの相互関係を示す図
である。
１０ ホストＡＲＴ １２ ゲスト命令 １４ ベースアドレス １５ ホスト仮想アドレス １６ ゲストアクセス・レジスタ １８ ホストＤＡＴ １９ ホストＳＴＤ ２０ 汎用レジスタ ２２ アクセスレジスタ ２４ タスク指名可能ユニットアクセス・リスト（ＤＵ
ＡＬ） ２５ １次空間アクセスリスト（ＰＳＡＬ） ２６ ホスト制御レジスタ２ ２７ ホスト制御レジスタ５ ３０ ＡＳＴ １９９ ＡＬＢ １１００ ＭＣＤＳ １１０２，１１０４ ＣＭＳ １１０６ データ空間 １１０８ 制御テーブル １１１０ 制御プログラム（ＣＰ）
ＡＬ） ２５ １次空間アクセスリスト（ＰＳＡＬ） ２６ ホスト制御レジスタ２ ２７ ホスト制御レジスタ５ ３０ ＡＳＴ １９９ ＡＬＢ １１００ ＭＣＤＳ １１０２，１１０４ ＣＭＳ １１０６ データ空間 １１０８ 制御テーブル １１１０ 制御プログラム（ＣＰ）
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 メルビン・エム・カトラー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 ロサ ンジェルス ＃213 センチュリー パー ク レーン 2131 (72)発明者 ジーン・ルイス・ラフィッテ フランス国 01280 モーエン ルート デ アルペス（番地無し) (72)発明者 ジョセフ・マーティン・グダニエック アメリカ合衆国 ニューヨーク州 ハイド パーク クラムウルド プレイス 20 (72)発明者 ダミアン・レオ・オシセック アメリカ合衆国 ニューヨーク州 ベスタ ル ジョディ ドライブ 420 (72)発明者 ケネス・アーネスト・プラムベック アメリカ合衆国 ニューヨーク州 プーキ ープシィ デイジー レーン ７ (56)参考文献 特開 昭62−219147（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−2950（ＪＰ，Ａ)
Claims (13)
- 【請求項１】ホストコンピュータシステム上でエミュレ
ートされた複数の仮想計算機ゲストによって、複数のホ
ストデータ空間に共通アクセスを行うための装置であっ
て、 前記ホストコンピュータシステムは、 (a)ホストを含み、 (b)中央処理装置とメモリを具備し、 (c)仮想計算機ゲスト命令の実行中にアドレス指定され
るホストデータ空間へのアクセスを行うためゲスト記憶
アドレスの変換を介して前記仮想計算機ゲストによって
アクセスされるホスト多重制御データ空間機構を備え持
ち、前記ホスト多重制御データ空間機構が、更に、 (a)少なくとも１つの仮想計算機ゲストから、ホストデ
ータ空間のデータ位置を示すオフセットを受け取るため
の第１の手段と、 (b)各々が前記複数のホストデータ空間の各々に対応し
かつ各々がホストセグメントテーブル識別によって特定
される前記メモリ上の複数のホストセグメントテーブル
と、 (c)前記仮想計算機ゲストの１つからトークンを受け取
り、各々が対応する前記ホストセグメント識別を示す複
数のエントリを持つホストレベル変換テーブルで該トー
クンを照合することによって、前記オフセットが適用さ
れるべきホストデータ空間の１つを決定する第２の手段
と、 (d)前記第１の手段からオフセットと、前記第２の手段
からホストデータ空間の１つを識別するデータとを受け
取り、変換手段によって、ホストデータ空間の１つの中
のデータ位置を示すホスト絶対アドレスを導出する第３
の手段と、 を具備する、 ホストデータ空間への共通アクセスを行う装置。 - 【請求項２】前記第３の手段が、更に、ゲストプレフィ
ックス値を記憶するゲストプレフィックスレジスタ手段
と、 前記ゲストプレフィックス・レジスタ手段からゲストプ
レフィックス値を受け取り、前記第１の手段からゲスト
実アドレス・オフセットを受け取るように接続され、イ
ネーブルされた場合ゲストプレフィックス値及びゲスト
実アドレス・オフセットからゲスト絶対アドレスを導出
し、ディスエーブルされた場合ゲスト実アドレスをその
ままゲスト絶対アドレスとして用いる第４の手段と、 前記第４の手段に接続して、ホストコンピュータシステ
ムからの信号に応答して前記第４の手段をイネーブル及
びディスエーブルする第５の手段とを、 備える、 請求項１記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項３】前記第４の手段が、ゲストオフセットとゲ
ストプレフィックス値とをスワップする手段を備えてい
る、 請求項２記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項４】前記第２の手段が、更に、 前記仮想計算機ゲストの１つからトークンを受け取る手
段と、 受け取られたトークンによって選択されるホストアクセ
スリスト上のエントリをアクセスするため、前記第１の
手段に接続される参照手段と、 前記第３の手段に接続し、前記参照手段によってアクセ
スされるホストアクセスリストのエントリに応答して、
ホストデータ空間の１つを識別するデータを得るための
識別判定手段と、 前記第５の手段に接続し、前記参照手段によってアクセ
スされるアクセスリストのエントリに応答して前記信号
を発生する強制私用空間手段と、 を備えている、 請求項２記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項５】前記第３の手段が、更に、 前記第４の手段からゲスト絶対アドレスを受け取るよう
に接続され、前記第４の手段がイネーブルされた場合、
主記憶源値をゲスト絶対アドレスに適用して、ホスト仮
想アドレスを取得し、前記第４の手段がディスエーブル
された場合ゲスト絶対アドレスをそのままホスト仮想ア
ドレスとして用いる第６の手段を、 備えている、 請求項４記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項６】前記第３の手段が、更に、 前記第６の手段からホスト仮想アドレスを受け取り、前
記第２の手段からホストデータ空間の１つを識別するデ
ータを受け取るように接続され、ホスト仮想アドレス上
で動的アドレス変換を実行して、ホスト実アドレスを導
出する第７の手段を、 備えている、 請求項５記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項７】前記第３の手段が、更に、 ホストプレフィックス値を記憶するホストプレフィック
スレジスタ手段と、 前記ホストプレフィックスレジスタ手段から前記ホスト
プレフィックス値を、前記第７の手段から前記ホスト仮
想アドレスを受け取り、前記ホストプレフィックス値を
前記ホスト仮想アドレスに適用して、前記ホスト絶対ア
ドレスを導出する第８の手段と、 を備えている、 請求項６記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項８】前記第４の手段をイネーブル及びディスエ
ーブルするため、ホストデータ空間の１つを識別するデ
ータのうちの１ビットが前記第５の手段に接続する私用
空間信号を発生する、 請求項５記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項９】前記第５の手段が、強制私用空間手段によ
って発生された信号と私用空間信号との組み合わせに応
答して、前記第４の手段をイネーブル及びディスエーブ
ルする、 請求項８記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項１０】ゲスト実アドレスが前記第１の手段によ
って受け取られるオフセットであり、前記第２の手段に
よって受け取られるトークンがアクセスレジスタから発
せられる、 請求項１記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項１１】前記第２の手段によって受け取られるト
ークンが、ホストトークン変換テーブルを用いて、ホス
トセグメントテーブル指示データに解釈され、 該ホストセグメントテーブル指示データが特定するホス
トデータ空間においてゲスト実アドレスオフセットがホ
スト動的アドレス変換プロセスによって変換され、 前記ホストセグメントテーブル指示データが、前記第２
の手段によって与えられ前記第３の手段によって受け取
られる特定ホストデータ空間を、識別するデータを含
む、 請求項１記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項１２】前記第２の手段によって実行されるプロ
セスが、前記第３の手段に渡されるホストセグメントテ
ーブル指示データを判別し、 該ホストセグメントテーブル指示データは、変換プロセ
スを通じて得られる、 請求項１記載のホストデータ空間への共通アクセスを行
う装置。 - 【請求項１３】ホストコンピュータシステム上でエミュ
レートされた複数の仮想計算機ゲストによって、複数の
ホストデータ空間に共通アクセスを行う方法であって、 複数のホストデータ空間におけるデータ位置を示す複数
のゲスト実アドレスオフセットと、該オフセットが適用
されるべきホストデータ空間を特定するための対応する
複数のトークンとを、少なくとも１つの仮想計算機ゲス
トから、同時に受け取るステップと、 各々が前記複数のホストデータ空間の各々に対応しかつ
各々がホストセグメントテーブル識別によって特定され
る前記メモリ上の複数のホストセグメントテーブルを備
え持つステップと、 前記仮想計算機ゲストの１つからトークンを受け取り、
各々が対応する前記ホストセグメント識別を示す複数の
エントリを持つホストレベル変換テーブルで該トークン
を照合することによって、前記ゲスト実アドレスオフセ
ットが適用されるべきホストデータ空間の１つを決定す
るステップと、 前記ゲスト実アドレスオフセットと、前記ホストデータ
空間の識別データとから、前記ゲスト実アドレスオフセ
ットが適用されるべきと決定された前記ホストデータ空
間の中のデータ位置を示すホスト絶対アドレスを導出す
るステップと、からなるホストデータ空間に共通アクセ
スを行う方法。
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