JPH0793221A - 仮想計算機システム及びその制御方法 - Google Patents
仮想計算機システム及びその制御方法Info
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- JPH0793221A JPH0793221A JP5241041A JP24104193A JPH0793221A JP H0793221 A JPH0793221 A JP H0793221A JP 5241041 A JP5241041 A JP 5241041A JP 24104193 A JP24104193 A JP 24104193A JP H0793221 A JPH0793221 A JP H0793221A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】ゲストＯＳの切替において必要とするＴＬＢの
登録内容の変更（書替）を効率良く実行することが出来
る仮想計算機システムを提供すること。 【構成】アドレス変換情報を個々のゲストＯＳごとに独
立して格納するための複数の専属退避領域をホスト記憶
領域に設定し、最後に走行させたゲストＯＳの専属退避
領域にアドレス変換バッファの全登録内容を退避させた
後、次に走行させるゲストＯＳの専属退避領域から当該
ゲストＯＳのアドレス変換情報を読み出してアドレス変
換バッファの登録内容を置き換える。次に走行させるゲ
ストＯＳと最後に走行させたゲストＯＳが同一である場
合は、アドレス変換バッファの登録内容の退避・置換操
作を行なうことなく直ちに次のゲストＯＳを走行させ
る。
登録内容の変更（書替）を効率良く実行することが出来
る仮想計算機システムを提供すること。 【構成】アドレス変換情報を個々のゲストＯＳごとに独
立して格納するための複数の専属退避領域をホスト記憶
領域に設定し、最後に走行させたゲストＯＳの専属退避
領域にアドレス変換バッファの全登録内容を退避させた
後、次に走行させるゲストＯＳの専属退避領域から当該
ゲストＯＳのアドレス変換情報を読み出してアドレス変
換バッファの登録内容を置き換える。次に走行させるゲ
ストＯＳと最後に走行させたゲストＯＳが同一である場
合は、アドレス変換バッファの登録内容の退避・置換操
作を行なうことなく直ちに次のゲストＯＳを走行させ
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、論理的な電子計算機で
ある仮想計算機を物理的な実計算機上に複数台生成し、
各仮想計算機ごとにそれぞれ対応する一つのオペレーテ
ィング・システム（Ｏperating Ｓystem：以下「ＯＳ」
と略記する）を走行させることによって演算処理を実行
する形式の仮想計算機システムに関する。なお、本明細
書（特許請求の範囲を含む）では、記載の簡単化のた
め、必要に応じて「仮想計算機」及び「実計算機」の代
わりに「ゲスト」及び「ホスト」を使用する。
ある仮想計算機を物理的な実計算機上に複数台生成し、
各仮想計算機ごとにそれぞれ対応する一つのオペレーテ
ィング・システム（Ｏperating Ｓystem：以下「ＯＳ」
と略記する）を走行させることによって演算処理を実行
する形式の仮想計算機システムに関する。なお、本明細
書（特許請求の範囲を含む）では、記載の簡単化のた
め、必要に応じて「仮想計算機」及び「実計算機」の代
わりに「ゲスト」及び「ホスト」を使用する。
【０００２】
【従来の技術】仮想計算機システムは、異なる使用目的
の複数のＯＳを１台の計算機上で運用する場合のほか、
ＯＳの移行時に新旧二つのＯＳを１台の計算機上で走行
させる場合や複数のＯＳのテストを並行して実施する場
合などのツールとして特に汎用大型計算機の分野におい
て広く使用されている。また、マイクロプロセッサの著
しい性能向上に伴い、同プロセッサを組み込んだワーク
ステーションが様々な用途で使用されるようになった結
果、この分野においても、用途に応じた複数のＯＳを切
り替えて走行させたいという要求が起こり、ワークステ
ーション上において仮想計算機システムを構成すること
が必要となりつつある。
の複数のＯＳを１台の計算機上で運用する場合のほか、
ＯＳの移行時に新旧二つのＯＳを１台の計算機上で走行
させる場合や複数のＯＳのテストを並行して実施する場
合などのツールとして特に汎用大型計算機の分野におい
て広く使用されている。また、マイクロプロセッサの著
しい性能向上に伴い、同プロセッサを組み込んだワーク
ステーションが様々な用途で使用されるようになった結
果、この分野においても、用途に応じた複数のＯＳを切
り替えて走行させたいという要求が起こり、ワークステ
ーション上において仮想計算機システムを構成すること
が必要となりつつある。
【０００３】仮想計算機システムにおける重要課題の一
つは、ゲスト記憶領域（各仮想計算機の主記憶装置とし
て機能する仮想の記憶領域）を実現するための技術、換
言すれば、ゲスト記憶領域のホスト記憶領域（ホストの
実記憶領域）へのマッピング技術である。
つは、ゲスト記憶領域（各仮想計算機の主記憶装置とし
て機能する仮想の記憶領域）を実現するための技術、換
言すれば、ゲスト記憶領域のホスト記憶領域（ホストの
実記憶領域）へのマッピング技術である。
【０００４】仮想記憶方式の計算機システムでは、アド
レス変換テーブルを用いてプログラム中で指定された仮
想アドレスを実アドレスに変換しながら命令列を実行す
る必要があるが、命令実行の都度、毎回、アドレス変換
テーブルを用いてアドレス情報の変換を行なうのでは、
性能の低下が大きい。このため、仮想アドレス及びそれ
に対応する実アドレスの組からなるアドレス変換情報を
アドレス変換バッファ（Translation Lookaside Buffe
r：以下「ＴＬＢ」と略記する）に登録し、当該変換情
報を用いて必要な実アドレスを得る方法が採用されてい
る。
レス変換テーブルを用いてプログラム中で指定された仮
想アドレスを実アドレスに変換しながら命令列を実行す
る必要があるが、命令実行の都度、毎回、アドレス変換
テーブルを用いてアドレス情報の変換を行なうのでは、
性能の低下が大きい。このため、仮想アドレス及びそれ
に対応する実アドレスの組からなるアドレス変換情報を
アドレス変換バッファ（Translation Lookaside Buffe
r：以下「ＴＬＢ」と略記する）に登録し、当該変換情
報を用いて必要な実アドレスを得る方法が採用されてい
る。
【０００５】汎用大型計算機を用いた仮想計算機システ
ムでは、ハードウェアであるアドレス変換機構が前述の
アドレス変換操作及び変換情報のＴＬＢへの登録を行な
うことが多い。これに対して、マイクロプロセッサの場
合は、１命令の実行マシンサイクル時間を短縮するた
め、ハードウェアによるアドレス変換動作ではＴＬＢの
みを用いる形態を取ることがある。この場合は、ハード
ウェアがアドレス変換を行なう際、ＴＬＢに必要な変換
情報が登録されていないと、いわゆるＴＬＢミス割込み
が発生し、ＯＳのＴＬＢミス処理ルーチンに制御が移
る。ＴＬＢミス処理ルーチンでは、アドレス変換テーブ
ルを用いて仮想アドレスを実アドレスに変換し、仮想ア
ドレス及び実アドレスを一組としてＴＬＢに登録した
後、ＴＬＢミスを起こした命令をハードウェアが再実行
する。
ムでは、ハードウェアであるアドレス変換機構が前述の
アドレス変換操作及び変換情報のＴＬＢへの登録を行な
うことが多い。これに対して、マイクロプロセッサの場
合は、１命令の実行マシンサイクル時間を短縮するた
め、ハードウェアによるアドレス変換動作ではＴＬＢの
みを用いる形態を取ることがある。この場合は、ハード
ウェアがアドレス変換を行なう際、ＴＬＢに必要な変換
情報が登録されていないと、いわゆるＴＬＢミス割込み
が発生し、ＯＳのＴＬＢミス処理ルーチンに制御が移
る。ＴＬＢミス処理ルーチンでは、アドレス変換テーブ
ルを用いて仮想アドレスを実アドレスに変換し、仮想ア
ドレス及び実アドレスを一組としてＴＬＢに登録した
後、ＴＬＢミスを起こした命令をハードウェアが再実行
する。
【０００６】仮想計算機システムでは、仮想計算機上の
ＯＳ（ゲストＯＳ）が生成した仮想空間（ゲスト仮想空
間）をアドレス付けするための仮想アドレス（ゲスト仮
想アドレス）を当該ゲストＯＳから見た実アドレス（ゲ
スト実アドレス）に変換し、更に当該ゲスト実アドレス
をホスト実アドレスに変換しながら、ゲストＯＳの命令
列を実行しなければならない。このため、ＴＬＢを利用
してアドレス変換を効率的に行なうための技術が既に幾
つか提案されており、以下、これらの従来技術及びその
問題点を説明する。
ＯＳ（ゲストＯＳ）が生成した仮想空間（ゲスト仮想空
間）をアドレス付けするための仮想アドレス（ゲスト仮
想アドレス）を当該ゲストＯＳから見た実アドレス（ゲ
スト実アドレス）に変換し、更に当該ゲスト実アドレス
をホスト実アドレスに変換しながら、ゲストＯＳの命令
列を実行しなければならない。このため、ＴＬＢを利用
してアドレス変換を効率的に行なうための技術が既に幾
つか提案されており、以下、これらの従来技術及びその
問題点を説明する。
【０００７】〈仮想計算機の切替に伴うＴＬＢ登録内容
の書替に関して〉特開昭５７−２１２６８０号公報記載
の仮想計算機システムでは、アドレス変換をＴＬＢを用
いて高速に行なうため、ゲスト仮想アドレス及びホスト
実アドレスを一組としてＴＬＢの各エントリに登録す
る。但し、仮想計算機を識別するための情報がＴＬＢの
エントリ内に存在しないため、仮想計算機の切替の際、
ＴＬＢの全内容を一旦無効化することにより、最後に走
行させたゲストＯＳのＴＬＢエントリを次に走行させる
ゲストＯＳが誤って使用することを防止している。
の書替に関して〉特開昭５７−２１２６８０号公報記載
の仮想計算機システムでは、アドレス変換をＴＬＢを用
いて高速に行なうため、ゲスト仮想アドレス及びホスト
実アドレスを一組としてＴＬＢの各エントリに登録す
る。但し、仮想計算機を識別するための情報がＴＬＢの
エントリ内に存在しないため、仮想計算機の切替の際、
ＴＬＢの全内容を一旦無効化することにより、最後に走
行させたゲストＯＳのＴＬＢエントリを次に走行させる
ゲストＯＳが誤って使用することを防止している。
【０００８】しかし、ＴＬＢの全内容を無効化すると、
ゲストＯＳが前回走行した際に登録したエントリがＴＬ
Ｂに存在しないため、ＴＬＢミスが多発し、性能が低下
するという問題が新たに発生する。特に、ＴＬＢのみを
使用してアドレス変換を行なう形態の計算機では、ＴＬ
Ｂミス時の処理オーバヘッドが大きいため、ＴＬＢミス
の多発は、計算機システムの性能を大きく低下させるこ
とになる。
ゲストＯＳが前回走行した際に登録したエントリがＴＬ
Ｂに存在しないため、ＴＬＢミスが多発し、性能が低下
するという問題が新たに発生する。特に、ＴＬＢのみを
使用してアドレス変換を行なう形態の計算機では、ＴＬ
Ｂミス時の処理オーバヘッドが大きいため、ＴＬＢミス
の多発は、計算機システムの性能を大きく低下させるこ
とになる。
【０００９】特開昭６２−６９３３９号公報記載のアド
レス変換バッファ方式は、ゲスト仮想アドレス及びホス
ト実アドレスに加え、ゲストＯＳ（仮想計算機）の識別
子をＴＬＢの各エントリに登録しておくものである。こ
の方式によれば、ＴＬＢの各エントリがどのゲストＯＳ
に対するアドレス変換情報であるかを識別することが出
来るため、複数の仮想計算機によるＴＬＢの共用が可能
となるほか、仮想計算機の切替時にＴＬＢの内容を無効
化する必要がなくなる。しかし、ゲストＯＳの識別子を
ＴＬＢの各エントリに登録する場合であっても、ＴＬＢ
ミスによる性能低下の問題が発生する。何故ならば、Ｔ
ＬＢを共用する場合は、一つのゲストＯＳの走行時に登
録されたエントリがその後の他のゲストＯＳの走行によ
って消去される結果、走行を中断したゲストＯＳが再び
走行する場合、前回の走行時に登録したエントリがＴＬ
Ｂに存在しない可能性があるからである。
レス変換バッファ方式は、ゲスト仮想アドレス及びホス
ト実アドレスに加え、ゲストＯＳ（仮想計算機）の識別
子をＴＬＢの各エントリに登録しておくものである。こ
の方式によれば、ＴＬＢの各エントリがどのゲストＯＳ
に対するアドレス変換情報であるかを識別することが出
来るため、複数の仮想計算機によるＴＬＢの共用が可能
となるほか、仮想計算機の切替時にＴＬＢの内容を無効
化する必要がなくなる。しかし、ゲストＯＳの識別子を
ＴＬＢの各エントリに登録する場合であっても、ＴＬＢ
ミスによる性能低下の問題が発生する。何故ならば、Ｔ
ＬＢを共用する場合は、一つのゲストＯＳの走行時に登
録されたエントリがその後の他のゲストＯＳの走行によ
って消去される結果、走行を中断したゲストＯＳが再び
走行する場合、前回の走行時に登録したエントリがＴＬ
Ｂに存在しない可能性があるからである。
【００１０】このため、特開平２−３０７１４５号公報
には、仮想計算機の切替の際、最後に走行させたゲスト
ＯＳについて登録したエントリを特定の記憶領域に退避
させておき、当該ＯＳを再び走行させる場合は、上記領
域から必要なエントリを取り出して使用するという対策
が提案されている。しかし、この対策は、ＴＬＢの各エ
ントリにゲストＯＳの識別子を含ませることにより、複
数のゲストＯＳによるＴＬＢ及び退避領域の共用を可能
にしているため、ＴＬＢエントリを退避領域に格納する
際や退避領域からＴＬＢエントリを取り出す際、識別子
を用いて対象とすべきエントリを選別する必要があり、
ＴＬＢのエントリ数が多い場合には、処理オーバヘッド
が非常に大きくなる可能性がある。また、退避領域から
取り出したエントリをＴＬＢに再登録する際、ＴＬＢか
ら追い出すべきエントリを選別する必要があるため、再
登録するエントリ数が多い場合は、再登録操作のオーバ
ヘッドが大きくなる可能性がある。
には、仮想計算機の切替の際、最後に走行させたゲスト
ＯＳについて登録したエントリを特定の記憶領域に退避
させておき、当該ＯＳを再び走行させる場合は、上記領
域から必要なエントリを取り出して使用するという対策
が提案されている。しかし、この対策は、ＴＬＢの各エ
ントリにゲストＯＳの識別子を含ませることにより、複
数のゲストＯＳによるＴＬＢ及び退避領域の共用を可能
にしているため、ＴＬＢエントリを退避領域に格納する
際や退避領域からＴＬＢエントリを取り出す際、識別子
を用いて対象とすべきエントリを選別する必要があり、
ＴＬＢのエントリ数が多い場合には、処理オーバヘッド
が非常に大きくなる可能性がある。また、退避領域から
取り出したエントリをＴＬＢに再登録する際、ＴＬＢか
ら追い出すべきエントリを選別する必要があるため、再
登録するエントリ数が多い場合は、再登録操作のオーバ
ヘッドが大きくなる可能性がある。
【００１１】〈仮想アドレスに対応する実アドレスの読
出命令に関して〉通常の汎用大型計算機では、ＯＳが作
成したアドレス変換テーブルを検索することによって読
出命令（Load Real Address 命令）を実行する。汎用の
大型計算機を用いて仮想計算機システムを構成した場合
も同様である（ＴＬＢは使用しない）。これに対して、
ハードウェアによるアドレス変換動作においてＴＬＢの
みを用いる形態の計算機では、ＴＬＢの登録内容を検索
することによって読出命令を実行するのが普通である。
このため、このような計算機を用いた仮想計算機システ
ムでは、ゲストＯＳが読出命令を発行した場合、ＴＬＢ
検索により読出命令が指定するゲスト仮想アドレスに対
応するゲスト実アドレスを当該ＯＳに通知する必要があ
る。しかし、従来は、例えば前掲の特開昭５７−２１２
６８０号公報に記載されているように、ゲスト仮想アド
レス及びホスト実アドレスだけをＴＬＢに登録していた
ため、ＴＬＢの検索のみによってはゲストＯＳの読出命
令を実行することができない。
出命令に関して〉通常の汎用大型計算機では、ＯＳが作
成したアドレス変換テーブルを検索することによって読
出命令（Load Real Address 命令）を実行する。汎用の
大型計算機を用いて仮想計算機システムを構成した場合
も同様である（ＴＬＢは使用しない）。これに対して、
ハードウェアによるアドレス変換動作においてＴＬＢの
みを用いる形態の計算機では、ＴＬＢの登録内容を検索
することによって読出命令を実行するのが普通である。
このため、このような計算機を用いた仮想計算機システ
ムでは、ゲストＯＳが読出命令を発行した場合、ＴＬＢ
検索により読出命令が指定するゲスト仮想アドレスに対
応するゲスト実アドレスを当該ＯＳに通知する必要があ
る。しかし、従来は、例えば前掲の特開昭５７−２１２
６８０号公報に記載されているように、ゲスト仮想アド
レス及びホスト実アドレスだけをＴＬＢに登録していた
ため、ＴＬＢの検索のみによってはゲストＯＳの読出命
令を実行することができない。
【００１２】〈メモリマップド入出力を行なう計算機で
のアドレス変換に関して〉マイクロプロセッサを搭載し
た計算機システムでは、特定のアドレス領域への読み書
きによって入出力を実現するメモリマップド入出力方式
が広く採用されている。例えば特開昭６３−２４０６３
７公報は、この種の方式を用いた計算機上での仮想計算
機のメモリアクセス制御方法を開示するものであり、ゲ
スト記憶領域は、ゲストメモリアドレス空間及びゲスト
Ｉ／Ｏアドレス空間から構成されている。前者のアドレ
ス空間は、命令やテーブルを格納するための通常の記憶
領域であり、後者のアドレス空間は、入出力装置に対応
付けられている記憶領域である。二つの記憶領域は、そ
の属性が異なるため、ゲストメモリアドレス空間をホス
トメモリアドレス空間にマッピングさせ、ゲストＩ／Ｏ
アドレス空間をホストＩ／Ｏアドレス空間にマッピング
させる必要がある。なお、ホストメモリアドレス空間
は、例えば１６進数表示のＸ‘Ｆ０００００００’未満
の番地（領域）に配置され、ホストＩ／Ｏアドレス空間
は、Ｘ‘Ｆ０００００００’以上の番地に夫々配置され
る。
のアドレス変換に関して〉マイクロプロセッサを搭載し
た計算機システムでは、特定のアドレス領域への読み書
きによって入出力を実現するメモリマップド入出力方式
が広く採用されている。例えば特開昭６３−２４０６３
７公報は、この種の方式を用いた計算機上での仮想計算
機のメモリアクセス制御方法を開示するものであり、ゲ
スト記憶領域は、ゲストメモリアドレス空間及びゲスト
Ｉ／Ｏアドレス空間から構成されている。前者のアドレ
ス空間は、命令やテーブルを格納するための通常の記憶
領域であり、後者のアドレス空間は、入出力装置に対応
付けられている記憶領域である。二つの記憶領域は、そ
の属性が異なるため、ゲストメモリアドレス空間をホス
トメモリアドレス空間にマッピングさせ、ゲストＩ／Ｏ
アドレス空間をホストＩ／Ｏアドレス空間にマッピング
させる必要がある。なお、ホストメモリアドレス空間
は、例えば１６進数表示のＸ‘Ｆ０００００００’未満
の番地（領域）に配置され、ホストＩ／Ｏアドレス空間
は、Ｘ‘Ｆ０００００００’以上の番地に夫々配置され
る。
【００１３】一方、特開平３−１４７０３９号公報記載
のデータ処理システムでは、ホスト記憶領域を複数の部
分領域に分割してその一つの部分領域をゲスト記憶領域
として与え、当該記憶領域のホスト記憶領域における起
点アドレスをゲスト識別子としてＴＬＢに登録する。し
かし、メモリマップド入出力を行なう計算機は、前述の
通り、属性が異なる二つの記憶領域を持つものであるか
ら、このような手段によっては、ホスト記憶領域の一つ
の分割領域をゲスト記憶領域として使用することができ
ない。
のデータ処理システムでは、ホスト記憶領域を複数の部
分領域に分割してその一つの部分領域をゲスト記憶領域
として与え、当該記憶領域のホスト記憶領域における起
点アドレスをゲスト識別子としてＴＬＢに登録する。し
かし、メモリマップド入出力を行なう計算機は、前述の
通り、属性が異なる二つの記憶領域を持つものであるか
ら、このような手段によっては、ホスト記憶領域の一つ
の分割領域をゲスト記憶領域として使用することができ
ない。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】本発明の第一の目的
は、ゲストＯＳの切替において必要とするＴＬＢの登録
内容の変更（書替）を効率良く実行することが出来る改
良された仮想計算機システム又は制御方法を提案するこ
とにある。
は、ゲストＯＳの切替において必要とするＴＬＢの登録
内容の変更（書替）を効率良く実行することが出来る改
良された仮想計算機システム又は制御方法を提案するこ
とにある。
【００１５】本発明の第二の目的は、前記第一の目的を
達成するために使用して好適なアドレス変換手段及びゲ
スト実アドレス読出手段を提案することにあり、かつ、
本発明の第三の目的は、前記第二の目的をメモリマップ
ド入出力方式のホスト計算機を用いて実現することこと
にある。
達成するために使用して好適なアドレス変換手段及びゲ
スト実アドレス読出手段を提案することにあり、かつ、
本発明の第三の目的は、前記第二の目的をメモリマップ
ド入出力方式のホスト計算機を用いて実現することこと
にある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明の第一の目的は、
アドレス変換情報をゲストＯＳごとに独立して格納する
ための複数の専属退避領域をホスト記憶領域上に設定す
ると共に、ゲストＯＳを切り替える際、最後に走行させ
たゲストＯＳの専属退避領域にＴＬＢの登録内容（最後
に走行させたゲストＯＳのアドレス変換情報）を一旦退
避させた後、次に走行させるゲストＯＳの専属退避領域
から当該ゲストＯＳのアドレス変換情報を取り出し、当
該アドレス変換情報をもってＴＬＢの登録内容を置き換
えることによって達成することが出来る。なお、次に走
行させるゲストＯＳと最後に走行させたゲストＯＳとが
同一であるか否かを判定するための手段を設け、両ゲス
トＯＳが同一である場合は、ＴＬＢの退避・置換操作を
行なうことなく直ちに次のゲストＯＳを走行させるよう
にシステムを構成することが望ましい。
アドレス変換情報をゲストＯＳごとに独立して格納する
ための複数の専属退避領域をホスト記憶領域上に設定す
ると共に、ゲストＯＳを切り替える際、最後に走行させ
たゲストＯＳの専属退避領域にＴＬＢの登録内容（最後
に走行させたゲストＯＳのアドレス変換情報）を一旦退
避させた後、次に走行させるゲストＯＳの専属退避領域
から当該ゲストＯＳのアドレス変換情報を取り出し、当
該アドレス変換情報をもってＴＬＢの登録内容を置き換
えることによって達成することが出来る。なお、次に走
行させるゲストＯＳと最後に走行させたゲストＯＳとが
同一であるか否かを判定するための手段を設け、両ゲス
トＯＳが同一である場合は、ＴＬＢの退避・置換操作を
行なうことなく直ちに次のゲストＯＳを走行させるよう
にシステムを構成することが望ましい。
【００１７】本発明の第二の目的は、走行中のゲストＯ
Ｓの登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実
アドレスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命
令が指定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得ら
れたホスト実アドレスを一組としてＴＬＢに登録する
か、ＴＬＢ及び走行中のゲストＯＳの専属退避領域に登
録（格納）することによって達成することが可能であ
る。ゲスト実アドレスの読出は、走行中のゲストＯＳの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するＴＬＢのエントリを選択するか、当該
読出命令が指定するゲスト仮想アドレスを保持するエン
トリを専用退避領域から選択し、選択したエントリのホ
スト実アドレスをゲスト実アドレスに変換して走行中の
ゲストＯＳに通知することによって実現することが出来
る。
Ｓの登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実
アドレスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命
令が指定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得ら
れたホスト実アドレスを一組としてＴＬＢに登録する
か、ＴＬＢ及び走行中のゲストＯＳの専属退避領域に登
録（格納）することによって達成することが可能であ
る。ゲスト実アドレスの読出は、走行中のゲストＯＳの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するＴＬＢのエントリを選択するか、当該
読出命令が指定するゲスト仮想アドレスを保持するエン
トリを専用退避領域から選択し、選択したエントリのホ
スト実アドレスをゲスト実アドレスに変換して走行中の
ゲストＯＳに通知することによって実現することが出来
る。
【００１８】本発明の第二の目的は、走行中のゲストＯ
Ｓの登録命令が指定するゲスト仮想アドレス及び当該ゲ
スト仮想アドレスに対応するホスト実アドレスのほか、
同登録命令が指定するゲスト実アドレスを一組としてア
ドレス変換バッファに登録することによっても達成する
ことが可能である。この場合、ゲスト実アドレスの読出
は、走行中のゲストＯＳの読出命令に応じて当該読出命
令が指定するゲスト仮想アドレスを保持するＴＬＢのエ
ントリを選択し、選択したエントリのゲスト実アドレス
を走行中のゲストＯＳにそのまま通知することによって
行なう。
Ｓの登録命令が指定するゲスト仮想アドレス及び当該ゲ
スト仮想アドレスに対応するホスト実アドレスのほか、
同登録命令が指定するゲスト実アドレスを一組としてア
ドレス変換バッファに登録することによっても達成する
ことが可能である。この場合、ゲスト実アドレスの読出
は、走行中のゲストＯＳの読出命令に応じて当該読出命
令が指定するゲスト仮想アドレスを保持するＴＬＢのエ
ントリを選択し、選択したエントリのゲスト実アドレス
を走行中のゲストＯＳにそのまま通知することによって
行なう。
【００１９】本発明の第二の目的を達成するための後者
の方法又は手段は、ゲストＯＳごとに専属退避領域を設
定する本発明の仮想計算機システムの場合は勿論のこ
と、複数のゲストＯＳが退避領域を共用する前記特開平
２−３０７１４５号公報記載の仮想計算機システムの場
合や退避領域を用いない通常の仮想計算機システムの場
合においても広く採用することが可能である。
の方法又は手段は、ゲストＯＳごとに専属退避領域を設
定する本発明の仮想計算機システムの場合は勿論のこ
と、複数のゲストＯＳが退避領域を共用する前記特開平
２−３０７１４５号公報記載の仮想計算機システムの場
合や退避領域を用いない通常の仮想計算機システムの場
合においても広く採用することが可能である。
【００２０】本発明の第三の目的は、走行中のゲストＯ
Ｓの登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実
アドレスが特定値以上であるか否かを判定することによ
り、当該ゲスト実アドレスが特定値以上の場合はそのゲ
スト実アドレスをもってホスト実アドレスとし、当該ゲ
スト実アドレスが特定値未満の場合はゲストメモリアド
レス空間のホストメモリアドレス空間における起点アド
レス値をそのゲスト実アドレスに加算した値をもってホ
スト実アドレスとすると共に、走行中のゲストＯＳの登
録命令が指定するゲスト仮想アドレス及び前記判定操作
によって求めたホスト実アドレスを一組としてアドレス
変換バッファに登録することによって達成するすること
が可能である。この場合、ゲスト実アドレスの読出は、
走行中のゲストＯＳの読出命令に応じて当該読出命令が
指定するゲスト仮想アドレスを保持するアドレス変換バ
ッファのエントリを選択し、当該エントリのホスト実ア
ドレスが特定値以上であるか否かを判定することによ
り、当該ホスト実アドレスが特定値以上の場合はそのホ
スト実アドレスをもってゲスト実アドレスとし、当該ホ
スト実アドレスが特定値未満の場合はゲストメモリアド
レス空間のホストメモリアドレス空間における起点アド
レス値をそのホスト実アドレスから減算した値をもって
ゲスト実アドレスとすると共に、当該判定操作によって
求めたゲスト実アドレスを走行中のゲストＯＳに通知す
ることによって実現することが出来る。
Ｓの登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実
アドレスが特定値以上であるか否かを判定することによ
り、当該ゲスト実アドレスが特定値以上の場合はそのゲ
スト実アドレスをもってホスト実アドレスとし、当該ゲ
スト実アドレスが特定値未満の場合はゲストメモリアド
レス空間のホストメモリアドレス空間における起点アド
レス値をそのゲスト実アドレスに加算した値をもってホ
スト実アドレスとすると共に、走行中のゲストＯＳの登
録命令が指定するゲスト仮想アドレス及び前記判定操作
によって求めたホスト実アドレスを一組としてアドレス
変換バッファに登録することによって達成するすること
が可能である。この場合、ゲスト実アドレスの読出は、
走行中のゲストＯＳの読出命令に応じて当該読出命令が
指定するゲスト仮想アドレスを保持するアドレス変換バ
ッファのエントリを選択し、当該エントリのホスト実ア
ドレスが特定値以上であるか否かを判定することによ
り、当該ホスト実アドレスが特定値以上の場合はそのホ
スト実アドレスをもってゲスト実アドレスとし、当該ホ
スト実アドレスが特定値未満の場合はゲストメモリアド
レス空間のホストメモリアドレス空間における起点アド
レス値をそのホスト実アドレスから減算した値をもって
ゲスト実アドレスとすると共に、当該判定操作によって
求めたゲスト実アドレスを走行中のゲストＯＳに通知す
ることによって実現することが出来る。
【００２１】
【作用】専属退避領域を用いてＴＬＢ登録内容の退避・
置換操作を行なうと、特定のゲストＯＳが前回走行した
際にＴＬＢに登録され、その後の別のゲストＯＳの走行
によって消滅したエントリが回復してＴＬＢ中に存在す
るため、ゲストＯＳ切替時にＴＬＢミスが発生する可能
性が殆ど消滅する。特に本発明では、個々のゲストＯＳ
ごとに独立して専属退避領域を設けているため、ＴＬＢ
の全登録内容を一括して退避・置換することが可能とな
り、これらの操作のためのオーバヘッドを少なくするこ
とが出来るほか、最後に走行させたゲストＯＳと次に走
行させるゲストＯＳが同一の場合は、ＴＬＢ登録内容の
退避・置換を行なわないで直ちに次のゲストＯＳを走行
させることが可能となり、無駄な操作を省略することが
出来る。
置換操作を行なうと、特定のゲストＯＳが前回走行した
際にＴＬＢに登録され、その後の別のゲストＯＳの走行
によって消滅したエントリが回復してＴＬＢ中に存在す
るため、ゲストＯＳ切替時にＴＬＢミスが発生する可能
性が殆ど消滅する。特に本発明では、個々のゲストＯＳ
ごとに独立して専属退避領域を設けているため、ＴＬＢ
の全登録内容を一括して退避・置換することが可能とな
り、これらの操作のためのオーバヘッドを少なくするこ
とが出来るほか、最後に走行させたゲストＯＳと次に走
行させるゲストＯＳが同一の場合は、ＴＬＢ登録内容の
退避・置換を行なわないで直ちに次のゲストＯＳを走行
させることが可能となり、無駄な操作を省略することが
出来る。
【００２２】なお、本発明のように、個々のゲストＯＳ
ごとに独立して専属退避領域を設定した場合は、各ゲス
トＯＳに対応するアドレス変換情報（仮想アドレス及び
ホスト実アドレス）を夫々の専属退避領域に常時保存し
ておくことが可能となる。このため、走行中のゲストＯ
Ｓがゲスト仮想アドレスに対応するゲスト実アドレスの
読出命令を発行した場合、専属退避領域のエントリ中の
ホスト実アドレスを用いてゲスト実アドレスを得ること
が可能となり、計算機システムにとって負荷が大きいＴ
ＬＢ制御命令を実行することなく、ゲスト読出命令を実
行することが出来る。また、ゲスト仮想アドレス、ホス
ト実アドレス及びゲスト実アドレスを一組としてＴＬＢ
に登録した場合は、走行中のゲストＯＳの読出命令に応
じて読出命令指定のゲスト仮想アドレスに対応するゲス
ト実アドレスをＴＬＢから読み出して直ちにゲストＯＳ
に通知することが出来る。
ごとに独立して専属退避領域を設定した場合は、各ゲス
トＯＳに対応するアドレス変換情報（仮想アドレス及び
ホスト実アドレス）を夫々の専属退避領域に常時保存し
ておくことが可能となる。このため、走行中のゲストＯ
Ｓがゲスト仮想アドレスに対応するゲスト実アドレスの
読出命令を発行した場合、専属退避領域のエントリ中の
ホスト実アドレスを用いてゲスト実アドレスを得ること
が可能となり、計算機システムにとって負荷が大きいＴ
ＬＢ制御命令を実行することなく、ゲスト読出命令を実
行することが出来る。また、ゲスト仮想アドレス、ホス
ト実アドレス及びゲスト実アドレスを一組としてＴＬＢ
に登録した場合は、走行中のゲストＯＳの読出命令に応
じて読出命令指定のゲスト仮想アドレスに対応するゲス
ト実アドレスをＴＬＢから読み出して直ちにゲストＯＳ
に通知することが出来る。
【００２３】
【実施例】以下、実施例を参照して本発明に係る仮想計
算機システムを更に詳細に説明する。図１は、メモリマ
ップド入出力方式を用いた計算機システムにおいて、ホ
スト記憶領域を共用して２台の仮想計算機ＶＭ−１及び
ＶＭ−２を構成した場合の記憶領域のマッピングを説明
するための図である。同図に示すように、ホスト記憶領
域１００は、その番地がＸ‘Ｆ０００００００’未満の
領域とＸ‘Ｆ０００００００’からＸ‘ＦＦＦＦＦＦＦ
Ｆ’までの領域とに分割されており、前半をホストメモ
リアドレス空間１１０として使用し、後半をホストＩ／
Ｏアドレス空間１２０として使用する。ホストメモリア
ドレス空間１１０は、命令やテーブルを格納するための
空間であり、ホストＩ／Ｏアドレス空間１２０は、その
領域への読み書きが入出力の実行に対応付けられている
空間である。
算機システムを更に詳細に説明する。図１は、メモリマ
ップド入出力方式を用いた計算機システムにおいて、ホ
スト記憶領域を共用して２台の仮想計算機ＶＭ−１及び
ＶＭ−２を構成した場合の記憶領域のマッピングを説明
するための図である。同図に示すように、ホスト記憶領
域１００は、その番地がＸ‘Ｆ０００００００’未満の
領域とＸ‘Ｆ０００００００’からＸ‘ＦＦＦＦＦＦＦ
Ｆ’までの領域とに分割されており、前半をホストメモ
リアドレス空間１１０として使用し、後半をホストＩ／
Ｏアドレス空間１２０として使用する。ホストメモリア
ドレス空間１１０は、命令やテーブルを格納するための
空間であり、ホストＩ／Ｏアドレス空間１２０は、その
領域への読み書きが入出力の実行に対応付けられている
空間である。
【００２４】仮想計算機ＶＭ−１，ＶＭ−２は、仮想の
記憶領域であるゲスト記憶領域１７０−１，１７０−２
を夫々保有する。これらのゲスト記憶領域は、ホスト記
憶領域１００に対応するものであり、０番地から始まる
領域をゲストメモリアドレス空間１４０−１，１４０−
２として使用し、かつ、Ｘ‘Ｆ０００００００’番地か
らＸ‘ＦＦＦＦＦＦＦＦ’番地までの領域をゲストＩ／
Ｏアドレス空間１５０−１，１５０−２として使用す
る。仮想計算機ＶＭ−１のゲストＯＳは、ゲスト記憶領
域１７０−１上にゲスト仮想空間１６０−１を生成し、
一方、仮想計算機ＶＭ−２のゲストＯＳは、ゲスト記憶
領域１７０−２上にゲスト仮想空間１６０−２を生成す
る。
記憶領域であるゲスト記憶領域１７０−１，１７０−２
を夫々保有する。これらのゲスト記憶領域は、ホスト記
憶領域１００に対応するものであり、０番地から始まる
領域をゲストメモリアドレス空間１４０−１，１４０−
２として使用し、かつ、Ｘ‘Ｆ０００００００’番地か
らＸ‘ＦＦＦＦＦＦＦＦ’番地までの領域をゲストＩ／
Ｏアドレス空間１５０−１，１５０−２として使用す
る。仮想計算機ＶＭ−１のゲストＯＳは、ゲスト記憶領
域１７０−１上にゲスト仮想空間１６０−１を生成し、
一方、仮想計算機ＶＭ−２のゲストＯＳは、ゲスト記憶
領域１７０−２上にゲスト仮想空間１６０−２を生成す
る。
【００２５】中央処理装置２００は、アドレス変換情報
を登録するためのＴＬＢ２２０及び当該ＴＬＢに登録さ
れた変換情報を用いて走行中のゲストＯＳ（仮想計算機
ＶＭ−１又はＶＭ−２のいずれか一方のゲストＯＳ）の
命令を実行するための命令実行回路２１０を有する。ホ
ストメモリアドレス空間１１０内には、仮想計算機ＶＭ
−１及びＶＭ−２の夫々に専属する二つの退避領域１３
２−１及び１３２−２が互いに独立して配置されてい
る。なお、ホストメモリアドレス空間１１０の一部に
は、複数のゲストＯＳの走行を制御するためのプログラ
ムである仮想計算機モニタ（ＶＭＭ）１３０が格納され
ている。
を登録するためのＴＬＢ２２０及び当該ＴＬＢに登録さ
れた変換情報を用いて走行中のゲストＯＳ（仮想計算機
ＶＭ−１又はＶＭ−２のいずれか一方のゲストＯＳ）の
命令を実行するための命令実行回路２１０を有する。ホ
ストメモリアドレス空間１１０内には、仮想計算機ＶＭ
−１及びＶＭ−２の夫々に専属する二つの退避領域１３
２−１及び１３２−２が互いに独立して配置されてい
る。なお、ホストメモリアドレス空間１１０の一部に
は、複数のゲストＯＳの走行を制御するためのプログラ
ムである仮想計算機モニタ（ＶＭＭ）１３０が格納され
ている。
【００２６】本発明の仮想計算機システムは、走行中の
ゲストＯＳがＴＬＢ２００の全エントリを使用し、か
つ、各ゲストＯＳ（仮想計算機ＶＭ−１及びＶＭ−２）
が個別の専属退避領域１３２−１又は１３２−２を有し
ている点に特徴がある。このため、仮想計算機の切替
（例えばＶＭ−２からＶＭ−１への切替）は、最後に走
行させたゲストＯＳ（例えば仮想計算機ＶＭ−２）の専
属退避領域（例えば１３２−２）にＴＬＢ２２０の登録
内容を書き込んで退避させた後、次に走行させるゲスト
ＯＳ（例えば仮想計算機ＶＭ−１）の専属退避領域（例
えば１３２−１）から当該ゲストＯＳのアドレス変換情
報を取り出してＴＬＢ２２０の登録内容を置き換えるこ
とによって実行する。
ゲストＯＳがＴＬＢ２００の全エントリを使用し、か
つ、各ゲストＯＳ（仮想計算機ＶＭ−１及びＶＭ−２）
が個別の専属退避領域１３２−１又は１３２−２を有し
ている点に特徴がある。このため、仮想計算機の切替
（例えばＶＭ−２からＶＭ−１への切替）は、最後に走
行させたゲストＯＳ（例えば仮想計算機ＶＭ−２）の専
属退避領域（例えば１３２−２）にＴＬＢ２２０の登録
内容を書き込んで退避させた後、次に走行させるゲスト
ＯＳ（例えば仮想計算機ＶＭ−１）の専属退避領域（例
えば１３２−１）から当該ゲストＯＳのアドレス変換情
報を取り出してＴＬＢ２２０の登録内容を置き換えるこ
とによって実行する。
【００２７】本実施例の計算機は、ＴＬＢ２２０を制御
するための命令として、図２に図解した４種類の命令を
使用する。個々の命令の概要は、以下のとおりである。
するための命令として、図２に図解した４種類の命令を
使用する。個々の命令の概要は、以下のとおりである。
【００２８】 ＳＥＴ命令（登録命令） ＳＥＴ命令は、命令コードのフィールドと特定の汎用レ
ジスタ番号を示すＲ１フィールド及びＲ２フィールドと
からなる。ＳＥＴ命令を実行すると、Ｒ１フィールド指
定の汎用レジスタ３１４に格納された仮想アドレス及び
Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタ３１５に格納された
実アドレスとを一組とするエントリがＴＬＢ２２０に登
録され、ＴＬＢ２２０の当該エントリの状態表示ビット
（Ｖビット）が“１”(有効)に設定される。
ジスタ番号を示すＲ１フィールド及びＲ２フィールドと
からなる。ＳＥＴ命令を実行すると、Ｒ１フィールド指
定の汎用レジスタ３１４に格納された仮想アドレス及び
Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタ３１５に格納された
実アドレスとを一組とするエントリがＴＬＢ２２０に登
録され、ＴＬＢ２２０の当該エントリの状態表示ビット
（Ｖビット）が“１”(有効)に設定される。
【００２９】 ＳＴＯＲＥ命令（格納命令） ＳＴＯＲＥ命令は、ＳＥＴ命令と同様、命令コードのフ
ィールドと特定の汎用レジスタ番号を示すＲ１フィール
ド及びＲ２フィールドとからなる。ＳＴＯＲＥ命令を実
行すると、Ｒ１フィールド指定の汎用レジスタ３２４に
格納されたアドレスが指定するメモリアドレス空間１１
０の領域３２６にＴＬＢ２２０の全エントリ（仮想アド
レス及び実アドレスの組とエントリの状態表示ビット）
が格納され、かつ、格納されたＴＬＢ２２０のエントリ
数がＲ２フィールド指定の汎用レジスタ３２５に登録さ
れる。
ィールドと特定の汎用レジスタ番号を示すＲ１フィール
ド及びＲ２フィールドとからなる。ＳＴＯＲＥ命令を実
行すると、Ｒ１フィールド指定の汎用レジスタ３２４に
格納されたアドレスが指定するメモリアドレス空間１１
０の領域３２６にＴＬＢ２２０の全エントリ（仮想アド
レス及び実アドレスの組とエントリの状態表示ビット）
が格納され、かつ、格納されたＴＬＢ２２０のエントリ
数がＲ２フィールド指定の汎用レジスタ３２５に登録さ
れる。
【００３０】 ＬＲＡ命令（読出命令） ＬＲＡ命令も、ＳＥＴ命令と同様、命令コードのフィー
ルドと特定の汎用レジスタ番号を示すＲ１フィールド及
びＲ２フィールドとからなる。ＬＲＡ命令を実行する
と、Ｒ１フィールド指定の汎用レジスタ３３４に格納さ
れた仮想アドレスを有するＴＬＢの有効なエントリ（状
態表示ビット“１”）が選択され、Ｒ２フィールド指定
の汎用レジスタ３３５に当該エントリの実アドレスが格
納される。
ルドと特定の汎用レジスタ番号を示すＲ１フィールド及
びＲ２フィールドとからなる。ＬＲＡ命令を実行する
と、Ｒ１フィールド指定の汎用レジスタ３３４に格納さ
れた仮想アドレスを有するＴＬＢの有効なエントリ（状
態表示ビット“１”）が選択され、Ｒ２フィールド指定
の汎用レジスタ３３５に当該エントリの実アドレスが格
納される。
【００３１】 ＰＵＲＧＥ命令（消去命令） ＰＵＲＧＥ命令は、命令コードのフィールドのみからな
る。ＰＵＲＧＥ命令を実行すると、ＴＬＢ２２０の全て
のエントリの状態表示ビットに“０”（無効）が設定さ
れ、全てのエントリが無効化される。
る。ＰＵＲＧＥ命令を実行すると、ＴＬＢ２２０の全て
のエントリの状態表示ビットに“０”（無効）が設定さ
れ、全てのエントリが無効化される。
【００３２】〈ソフトウェアによるＴＬＢ切替処理〉ソ
フトウェアによるＴＬＢ切替処理のフローチャートを図
３に示す。タイムスライス（予め各ゲストＯＳに割り当
てた時間）の終了等により、走行中のゲストＯＳが中断
すると（ステップ３０１０）、仮想計算機モニタ１３０
による切替制御が開始する。仮想計算機モニタ１３０
は、次に走行させるゲストＯＳを選択すると共に（ステ
ップ３０２０）、そのゲストＯＳと最後に走行させたゲ
ストＯＳとが同一であるか否かを判定する（ステ３０３
０）。
フトウェアによるＴＬＢ切替処理のフローチャートを図
３に示す。タイムスライス（予め各ゲストＯＳに割り当
てた時間）の終了等により、走行中のゲストＯＳが中断
すると（ステップ３０１０）、仮想計算機モニタ１３０
による切替制御が開始する。仮想計算機モニタ１３０
は、次に走行させるゲストＯＳを選択すると共に（ステ
ップ３０２０）、そのゲストＯＳと最後に走行させたゲ
ストＯＳとが同一であるか否かを判定する（ステ３０３
０）。
【００３３】判定の結果、同一のゲストＯＳである場合
は、ＴＬＢ２２０の退避・再登録を実行することなく、
直ちに選択したゲストＯＳの走行を開始させる（ステッ
プ３０７０）。一方、判定の結果、異なるゲストＯＳで
ある場合は、ＳＴＯＲＥ命令により、ＴＬＢ２２０の登
録内容（アドレス変換情報）を読み出して最後に走行さ
せたゲストＯＳの専属退避領域（例えば仮想計算機ＶＭ
−２の専属退避領域１３２−２）に書き込んで退避させ
た後（ステップ３０４０）、ＰＵＲＧＥ命令により、Ｔ
ＬＢ２２０のエントリを全てパージする（ステップ３０
５０）。続いてＳＥＴ命令を実行し、次に走行させるゲ
ストＯＳの専属退避領域（例えば仮想計算機ＶＭ−１の
専属退避領域１３２−１）の各エントリをＴＬＢ２２０
に書き込んで回復させた後（ステップ３０６０）、次の
ゲストＯＳを起動させ、走行を開始させる（ステップ３
０７０）。
は、ＴＬＢ２２０の退避・再登録を実行することなく、
直ちに選択したゲストＯＳの走行を開始させる（ステッ
プ３０７０）。一方、判定の結果、異なるゲストＯＳで
ある場合は、ＳＴＯＲＥ命令により、ＴＬＢ２２０の登
録内容（アドレス変換情報）を読み出して最後に走行さ
せたゲストＯＳの専属退避領域（例えば仮想計算機ＶＭ
−２の専属退避領域１３２−２）に書き込んで退避させ
た後（ステップ３０４０）、ＰＵＲＧＥ命令により、Ｔ
ＬＢ２２０のエントリを全てパージする（ステップ３０
５０）。続いてＳＥＴ命令を実行し、次に走行させるゲ
ストＯＳの専属退避領域（例えば仮想計算機ＶＭ−１の
専属退避領域１３２−１）の各エントリをＴＬＢ２２０
に書き込んで回復させた後（ステップ３０６０）、次の
ゲストＯＳを起動させ、走行を開始させる（ステップ３
０７０）。
【００３４】〈ハードウェアによるＴＬＢ切替処理〉次
に、ソフトウェアのかわりに、ハードウェアによってＴ
ＬＢの切替を行なう例を説明する。ハードウェアによる
ＴＬＢ切替処理のための実行回路の一例を図４に示す。
同図において、ＳＴＡＲＴ ＶＭ 命令は、中央処理装置
２００においてゲストＯＳを起動させるための命令であ
る。この命令のオペランドである状態記述子１３１はゲ
スト起動時の初期状態を保持しており、仮想計算機ＶＭ
−１の状態記述子１３１−１は、汎用レジスタ４００の
初期値を保持する汎用レジスタ領域５００、制御レジス
タ４１０の初期値を保持する制御レジスタ領域５１０、
起動する仮想計算機ＶＭ−１の識別子を保持するゲスト
識別子（ＶＭＩＤ）フィールド５２０及び仮想計算機Ｖ
Ｍ−１の専属退避領域１３２−１のアドレスを保持する
専属退避領域アドレスフィールド５３０からなる。詳細
には図示していないが、仮想計算機ＶＭ−２についても
同様である。個々の仮想計算機の専属退避領域１３２−
１，１３２−２には、ゲスト仮想空間１６０−１，１６
０−２からホスト記憶領域１００（図１参照）に対する
アドレス変換情報が夫々保持されている。
に、ソフトウェアのかわりに、ハードウェアによってＴ
ＬＢの切替を行なう例を説明する。ハードウェアによる
ＴＬＢ切替処理のための実行回路の一例を図４に示す。
同図において、ＳＴＡＲＴ ＶＭ 命令は、中央処理装置
２００においてゲストＯＳを起動させるための命令であ
る。この命令のオペランドである状態記述子１３１はゲ
スト起動時の初期状態を保持しており、仮想計算機ＶＭ
−１の状態記述子１３１−１は、汎用レジスタ４００の
初期値を保持する汎用レジスタ領域５００、制御レジス
タ４１０の初期値を保持する制御レジスタ領域５１０、
起動する仮想計算機ＶＭ−１の識別子を保持するゲスト
識別子（ＶＭＩＤ）フィールド５２０及び仮想計算機Ｖ
Ｍ−１の専属退避領域１３２−１のアドレスを保持する
専属退避領域アドレスフィールド５３０からなる。詳細
には図示していないが、仮想計算機ＶＭ−２についても
同様である。個々の仮想計算機の専属退避領域１３２−
１，１３２−２には、ゲスト仮想空間１６０−１，１６
０−２からホスト記憶領域１００（図１参照）に対する
アドレス変換情報が夫々保持されている。
【００３５】仮想計算機モニタ１３０が仮想計算機ＶＭ
−１の状態記述子１３１−１をオペランドとするＳＴＡ
ＲＴ ＶＭ 命令を実行した場合の動作を説明する。先
ず、中央処理装置２００の命令実行回路２１０は、状態
記述子１３１−１内の汎用レジスタ領域５００の値を汎
用レジスタ４００に、制御レジスタ領域５１０の値を制
御レジスタ４１０に、ゲスト識別子フィールド５２０の
値を走行開始ゲスト識別子レジスタ４３０に、専属退避
領域アドレスフィールド５３０の値を走行開始ＴＬＢア
ドレスレジスタ４１５に夫々設定する。なお、最終走行
ゲスト識別子レジスタ４２０は、後の説明で分かるよう
に、最後に走行させた仮想計算機の識別子を保持してい
る。
−１の状態記述子１３１−１をオペランドとするＳＴＡ
ＲＴ ＶＭ 命令を実行した場合の動作を説明する。先
ず、中央処理装置２００の命令実行回路２１０は、状態
記述子１３１−１内の汎用レジスタ領域５００の値を汎
用レジスタ４００に、制御レジスタ領域５１０の値を制
御レジスタ４１０に、ゲスト識別子フィールド５２０の
値を走行開始ゲスト識別子レジスタ４３０に、専属退避
領域アドレスフィールド５３０の値を走行開始ＴＬＢア
ドレスレジスタ４１５に夫々設定する。なお、最終走行
ゲスト識別子レジスタ４２０は、後の説明で分かるよう
に、最後に走行させた仮想計算機の識別子を保持してい
る。
【００３６】次に、最終走行ゲスト識別子レジスタ４２
０の値と走行開始ゲスト識別子レジスタ４３０の値を比
較器４４０によって比較する。比較の結果、仮想計算機
起動命令で指定されたゲストＯＳと最後に走行させたゲ
ストＯＳが同一であれば、比較器４４０の出力が
“０”、インバータ４６０の出力が“１”となって命令
実行回路２１０が起動される。そして、命令実行回路２
１０がゲスト識別子フィールド５２０の値を最終走行ゲ
スト識別子レジスタ４２０に設定し、仮想計算機起動命
令で指定されたゲストＯＳの走行を開始させる。
０の値と走行開始ゲスト識別子レジスタ４３０の値を比
較器４４０によって比較する。比較の結果、仮想計算機
起動命令で指定されたゲストＯＳと最後に走行させたゲ
ストＯＳが同一であれば、比較器４４０の出力が
“０”、インバータ４６０の出力が“１”となって命令
実行回路２１０が起動される。そして、命令実行回路２
１０がゲスト識別子フィールド５２０の値を最終走行ゲ
スト識別子レジスタ４２０に設定し、仮想計算機起動命
令で指定されたゲストＯＳの走行を開始させる。
【００３７】一方、ゲスト起動命令が指定したゲストＯ
Ｓと最後に走行させたゲストＯＳが異なる場合は、比較
器４４０の出力が“１”となり、ＴＬＢ書替回路４５０
が動作を開始する。ＴＬＢ書替回路４５０は、最終走行
ＴＬＢアドレスレジスタ４７０が指定する専属退避領域
１３２−２にＴＬＢ２２０の内容を書き込んで退避させ
た後、ＴＬＢ２２０の全エントリを無効化する。更に、
ＴＬＢ切替回路４５０は、走行開始ＴＬＢアドレスレジ
スタ４１５が指定する専属退避領域１３２−１の内容
（アドレス変換情報）をＴＬＢ２２０に書き込んで再登
録した後、走行開始ＴＬＢアドレスレジスタ４１５の値
を最終走行ＴＬＢアドレスレジスタ４７０に複写し、さ
らに命令実行回路２１０を起動する。この結果、命令実
行回路２１０は、ゲスト識別子フィールド５２０の値を
最終走行ゲスト識別子レジスタ４２０に設定し、仮想計
算機起動命令で指定されたゲストＯＳの走行を開始させ
る。
Ｓと最後に走行させたゲストＯＳが異なる場合は、比較
器４４０の出力が“１”となり、ＴＬＢ書替回路４５０
が動作を開始する。ＴＬＢ書替回路４５０は、最終走行
ＴＬＢアドレスレジスタ４７０が指定する専属退避領域
１３２−２にＴＬＢ２２０の内容を書き込んで退避させ
た後、ＴＬＢ２２０の全エントリを無効化する。更に、
ＴＬＢ切替回路４５０は、走行開始ＴＬＢアドレスレジ
スタ４１５が指定する専属退避領域１３２−１の内容
（アドレス変換情報）をＴＬＢ２２０に書き込んで再登
録した後、走行開始ＴＬＢアドレスレジスタ４１５の値
を最終走行ＴＬＢアドレスレジスタ４７０に複写し、さ
らに命令実行回路２１０を起動する。この結果、命令実
行回路２１０は、ゲスト識別子フィールド５２０の値を
最終走行ゲスト識別子レジスタ４２０に設定し、仮想計
算機起動命令で指定されたゲストＯＳの走行を開始させ
る。
【００３８】〈ＴＬＢ制御命令の実行〉次に、ゲストＯ
Ｓが発行したＴＬＢ制御命令の実行に関して三つの具体
例を説明する。
Ｓが発行したＴＬＢ制御命令の実行に関して三つの具体
例を説明する。
【００３９】〔具体例１〕具体例１では、ゲストＯＳが
発行したＴＬＢ制御命令は、以下に示すように仮想計算
機モニタ１３０がシミュレーションする。
発行したＴＬＢ制御命令は、以下に示すように仮想計算
機モニタ１３０がシミュレーションする。
【００４０】 ＳＥＴ命令シミュレーション 図１において、走行中のゲストＯＳがＳＥＴ命令を発行
した場合、中央処理装置２００は、当該命令を直接実行
せず、仮想計算機モニタ１３０を起動する。仮想計算機
モニタ１３０によるＳＥＴ命令のシミュレーションを図
５のフローチャートを用いて説明する。
した場合、中央処理装置２００は、当該命令を直接実行
せず、仮想計算機モニタ１３０を起動する。仮想計算機
モニタ１３０によるＳＥＴ命令のシミュレーションを図
５のフローチャートを用いて説明する。
【００４１】仮想計算機モニタ１３０は、先ず、ＯＳが
発行したＳＥＴ命令のＲ２フィールド指定の汎用レジス
タに格納されていたゲスト実アドレスを読み取る。そし
て、その値がＸ‘Ｆ０００００００’以上であるか否か
を識別することにより、当該ゲスト実アドレスがゲスト
Ｉ／Ｏアドレス空間１５０又はゲストメモリアドレス空
間１４０のいずれに属するかを判定する（ステップ５０
００）。判定の結果、ゲストＩ／Ｏアドレス空間１５０
に属する場合は、当該ゲスト実アドレスをもってホスト
実アドレスとする（ステップ５０１０）。一方、ゲスト
メモリアドレス空間１４０に属する場合は、ホストメモ
リアドレス空間１１０におけるゲストメモリアドレス空
間１４０の起点アドレス（仮想計算機ＶＭ−１の場合は
“０”、仮想計算機ＶＭ−２の場合は“α”）を当該ゲ
スト実アドレスに加算することによって対応するホスト
実アドレスを求める（ステップ５０２０）。そして、ゲ
スト仮想アドレス（ＳＥＴ命令のＲ１フィールド指定の
汎用レジスタの内容）及び求めたホスト実アドレスの組
を指定してＳＥＴ命令を発行することにより、この組を
ＴＬＢ２２０に登録する（ステップ５０３０）。更に、
その組を当該ゲストの専属退避領域１３２に登録する
（ステップ５０４０）。
発行したＳＥＴ命令のＲ２フィールド指定の汎用レジス
タに格納されていたゲスト実アドレスを読み取る。そし
て、その値がＸ‘Ｆ０００００００’以上であるか否か
を識別することにより、当該ゲスト実アドレスがゲスト
Ｉ／Ｏアドレス空間１５０又はゲストメモリアドレス空
間１４０のいずれに属するかを判定する（ステップ５０
００）。判定の結果、ゲストＩ／Ｏアドレス空間１５０
に属する場合は、当該ゲスト実アドレスをもってホスト
実アドレスとする（ステップ５０１０）。一方、ゲスト
メモリアドレス空間１４０に属する場合は、ホストメモ
リアドレス空間１１０におけるゲストメモリアドレス空
間１４０の起点アドレス（仮想計算機ＶＭ−１の場合は
“０”、仮想計算機ＶＭ−２の場合は“α”）を当該ゲ
スト実アドレスに加算することによって対応するホスト
実アドレスを求める（ステップ５０２０）。そして、ゲ
スト仮想アドレス（ＳＥＴ命令のＲ１フィールド指定の
汎用レジスタの内容）及び求めたホスト実アドレスの組
を指定してＳＥＴ命令を発行することにより、この組を
ＴＬＢ２２０に登録する（ステップ５０３０）。更に、
その組を当該ゲストの専属退避領域１３２に登録する
（ステップ５０４０）。
【００４２】 ＬＲＡ命令シミュレーション 図１において、走行中のゲストＯＳがＬＲＡ命令を発行
した場合、中央処理装置２００は、当該命令を直接実行
せず、仮想計算機モニタ１３０を起動する。仮想計算機
モニタ１３０によるゲストＬＲＡ命令のシミュレーショ
ンのフローチャートを図６に示す。
した場合、中央処理装置２００は、当該命令を直接実行
せず、仮想計算機モニタ１３０を起動する。仮想計算機
モニタ１３０によるゲストＬＲＡ命令のシミュレーショ
ンのフローチャートを図６に示す。
【００４３】仮想計算機モニタ１３０は、先ず、ＬＲＡ
命令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタからゲスト仮
想アドレスを読み取り、当該仮想アドレスを有する専属
退避領域１３２のエントリを選択する（ステップ６００
０）。次に、選択したエントリのホスト実アドレスの値
がＸ‘Ｆ０００００００’以上であるか否かを識別する
ことにより、当該ホスト実アドレスがホストＩ／Ｏアド
レス空間１２０又はホストメモリアドレス空間１１０の
いずれに属するかを判定する（ステップ６０１０）。判
定の結果、Ｉ／Ｏアドレス空間１２０に属する場合は、
当該ホスト実アドレスをもってゲスト実アドレスとする
（ステップ６０２０）。一方、ホストメモリアドレス空
間１１０に属する場合は、ホストメモリアドレス空間１
１０におけるゲストメモリアドレス空間１４０の起点ア
ドレス（仮想計算機ＶＭ−１の場合は“０”、仮想計算
機ＶＭ−２の場合は“α”）をホスト実アドレスから減
算することにより、対応するゲスト実アドレスを求める
（ステップ６０３０）。そして、求めたゲスト実アドレ
スをゲストＯＳに通知するためにＬＲＡ命令のＲ２フィ
ールド指定の汎用レジスタに格納し、同命令のシミュレ
ーション処理を終了する（ステップ６０４０）。
命令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタからゲスト仮
想アドレスを読み取り、当該仮想アドレスを有する専属
退避領域１３２のエントリを選択する（ステップ６００
０）。次に、選択したエントリのホスト実アドレスの値
がＸ‘Ｆ０００００００’以上であるか否かを識別する
ことにより、当該ホスト実アドレスがホストＩ／Ｏアド
レス空間１２０又はホストメモリアドレス空間１１０の
いずれに属するかを判定する（ステップ６０１０）。判
定の結果、Ｉ／Ｏアドレス空間１２０に属する場合は、
当該ホスト実アドレスをもってゲスト実アドレスとする
（ステップ６０２０）。一方、ホストメモリアドレス空
間１１０に属する場合は、ホストメモリアドレス空間１
１０におけるゲストメモリアドレス空間１４０の起点ア
ドレス（仮想計算機ＶＭ−１の場合は“０”、仮想計算
機ＶＭ−２の場合は“α”）をホスト実アドレスから減
算することにより、対応するゲスト実アドレスを求める
（ステップ６０３０）。そして、求めたゲスト実アドレ
スをゲストＯＳに通知するためにＬＲＡ命令のＲ２フィ
ールド指定の汎用レジスタに格納し、同命令のシミュレ
ーション処理を終了する（ステップ６０４０）。
【００４４】 ＳＴＯＲＥ命令シミュレーション ＳＴＯＲＥ命令の場合も、ＬＲＡ命令の場合と同様、専
属退避領域１３２のエントリのホスト実アドレスをゲス
ト実アドレスに変換する。そして、専属退避領域１３２
の全エントリについて、エントリ状態表示ビット、ゲス
ト仮想アドレス及び変換によって求めたゲスト実アドレ
スを一組としてＳＴＯＲＥ命令のＲ１フィールド指定の
ゲストメモリアドレス空間１４０の領域に格納し、か
つ、格納したエントリの数をＳＴＯＲＥ命令のＲ２フィ
ールド指定の汎用レジスタに登録する。
属退避領域１３２のエントリのホスト実アドレスをゲス
ト実アドレスに変換する。そして、専属退避領域１３２
の全エントリについて、エントリ状態表示ビット、ゲス
ト仮想アドレス及び変換によって求めたゲスト実アドレ
スを一組としてＳＴＯＲＥ命令のＲ１フィールド指定の
ゲストメモリアドレス空間１４０の領域に格納し、か
つ、格納したエントリの数をＳＴＯＲＥ命令のＲ２フィ
ールド指定の汎用レジスタに登録する。
【００４５】 ＰＵＲＧＥ命令のシミュレーション 本発明では、走行中のゲストＯＳにＴＬＢ２２０の全て
のエントリを使用させるので、ゲストＯＳが発行したＰ
ＵＲＧＥ命令を仮想計算機モニタ１３０がシミュレーシ
ョンする場合は、当該ゲストＯＳの専属退避領域１３２
の全てのエントリの状態表示ビットに“０”を設定する
と共に、ＰＵＲＧＥ命令を実際に発行して、ＴＬＢ２２
０の全てのエントリの状態表示ビットに“０”を設定す
る。
のエントリを使用させるので、ゲストＯＳが発行したＰ
ＵＲＧＥ命令を仮想計算機モニタ１３０がシミュレーシ
ョンする場合は、当該ゲストＯＳの専属退避領域１３２
の全てのエントリの状態表示ビットに“０”を設定する
と共に、ＰＵＲＧＥ命令を実際に発行して、ＴＬＢ２２
０の全てのエントリの状態表示ビットに“０”を設定す
る。
【００４６】〔具体例２〕本具体例では、ゲストＯＳが
発行したＴＬＢ制御命令をハードウェアが直接実行す
る。
発行したＴＬＢ制御命令をハードウェアが直接実行す
る。
【００４７】 ＳＥＴ命令 図７により、ゲストＯＳが発行したＳＥＴ命令の処理を
説明する。ゲストＯＳがＳＥＴ命令を発行すると、同命
令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジスタ７００
に、Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト実アドレスがゲスト実アドレスレジスタ７１０に夫
々設定される。境界値レジスタ７２０は、ゲストメモリ
アドレス空間１４０とゲストＩ／Ｏアドレス空間１５０
の境界値であるＸ‘Ｆ０００００００’を保持する。ま
た、ゲストＯＳ起動時に設定される起点アドレスレジス
タ７４０は、中央処理装置２００において走行中のゲス
トＯＳに対するゲストメモリアドレス空間１４０のホス
トメモリアドレス空間１１０における起点アドレス（仮
想計算機ＶＭ−１の場合は“０”、仮想計算機ＶＭ−２
の場合は“α”）を保持する。ゲスト実アドレスレジス
タ７１０の値がＸ‘Ｆ０００００００’以上の場合、比
較器７３０の出力が“１”となり、選択器７４５はゲス
ト実アドレスレジスタ７１０の値をそのまま出力する。
一方、ゲスト実アドレスレジスタ７１０の値がＸ‘Ｆ０
００００００’未満の場合は、比較器７３０の出力が
“０”になり、選択器７４５は加算器７５０による加算
結果を出力する。このことは、ゲスト実アドレスがゲス
トＩ／Ｏアドレス空間１５０に属する場合は、当該ゲス
ト実アドレスをもってホスト実アドレスとし、ゲスト実
アドレスがゲストメモリアドレス空間１４０に属する場
合は、起点アドレスを加算した値をもってホスト実アド
レスとすることを意味する。ＴＬＢ制御回路７６０は、
ゲスト仮想アドレスレジスタ７００の値と選択器７４５
が出力した値（ホスト実アドレスの値）を一組とするエ
ントリを、当該エントリの状態表示ビットを“１”にし
てＴＬＢ２２０に設定し、ＳＥＴ命令の実行を終了す
る。
説明する。ゲストＯＳがＳＥＴ命令を発行すると、同命
令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジスタ７００
に、Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト実アドレスがゲスト実アドレスレジスタ７１０に夫
々設定される。境界値レジスタ７２０は、ゲストメモリ
アドレス空間１４０とゲストＩ／Ｏアドレス空間１５０
の境界値であるＸ‘Ｆ０００００００’を保持する。ま
た、ゲストＯＳ起動時に設定される起点アドレスレジス
タ７４０は、中央処理装置２００において走行中のゲス
トＯＳに対するゲストメモリアドレス空間１４０のホス
トメモリアドレス空間１１０における起点アドレス（仮
想計算機ＶＭ−１の場合は“０”、仮想計算機ＶＭ−２
の場合は“α”）を保持する。ゲスト実アドレスレジス
タ７１０の値がＸ‘Ｆ０００００００’以上の場合、比
較器７３０の出力が“１”となり、選択器７４５はゲス
ト実アドレスレジスタ７１０の値をそのまま出力する。
一方、ゲスト実アドレスレジスタ７１０の値がＸ‘Ｆ０
００００００’未満の場合は、比較器７３０の出力が
“０”になり、選択器７４５は加算器７５０による加算
結果を出力する。このことは、ゲスト実アドレスがゲス
トＩ／Ｏアドレス空間１５０に属する場合は、当該ゲス
ト実アドレスをもってホスト実アドレスとし、ゲスト実
アドレスがゲストメモリアドレス空間１４０に属する場
合は、起点アドレスを加算した値をもってホスト実アド
レスとすることを意味する。ＴＬＢ制御回路７６０は、
ゲスト仮想アドレスレジスタ７００の値と選択器７４５
が出力した値（ホスト実アドレスの値）を一組とするエ
ントリを、当該エントリの状態表示ビットを“１”にし
てＴＬＢ２２０に設定し、ＳＥＴ命令の実行を終了す
る。
【００４８】 ＬＲＡ命令 図７により、ゲストＯＳが発行したＬＲＡ命令の処理を
説明する。ゲストＯＳがＬＲＡ命令を発行すると、同命
令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジスタ７００
に設定される。ＴＬＢ制御回路７６０は、当該仮想アド
レスを有するＴＬＢ２２０のエントリのホスト実アドレ
スの値をデータ線７０００を介して比較器７８０に入力
する。そして、ホスト実アドレスの値がＸ‘Ｆ００００
０００’以上の場合、比較器７８０の出力が“１”にな
り、選択器７９０はデータ線７０００から入力したホス
ト実アドレスの値をそのまま出力する。一方、データ線
７０００上のホスト実アドレスの値がＸ‘Ｆ０００００
００’未満の場合は、比較器７８０の出力が“０”にな
り、選択器７９０は減算器７９５の出力値（データ線７
１００から入力した起点アドレス値をデータ線７０００
から入力したホスト実アドレスの値から減算して求めた
アドレス値）を選択する。このことは、ホスト実アドレ
スがホストＩ／Ｏアドレス空間１２０に属する場合は、
当該ホスト実アドレスをもってゲスト実アドレスとし、
ホスト実アドレスがホストメモリアドレス空間１１０に
属する場合は、起点アドレスを減算した値をもってゲス
ト実アドレスとすることを意味する。選択器７９０の出
力値は、データ線７２００を経由して、ＬＲＡ命令で要
求されたゲスト実アドレスとしてゲストＯＳに通知する
ために汎用レジスタ４００に格納され、ＬＲＡ命令の実
行が終了する。
説明する。ゲストＯＳがＬＲＡ命令を発行すると、同命
令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格納されたゲ
スト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジスタ７００
に設定される。ＴＬＢ制御回路７６０は、当該仮想アド
レスを有するＴＬＢ２２０のエントリのホスト実アドレ
スの値をデータ線７０００を介して比較器７８０に入力
する。そして、ホスト実アドレスの値がＸ‘Ｆ００００
０００’以上の場合、比較器７８０の出力が“１”にな
り、選択器７９０はデータ線７０００から入力したホス
ト実アドレスの値をそのまま出力する。一方、データ線
７０００上のホスト実アドレスの値がＸ‘Ｆ０００００
００’未満の場合は、比較器７８０の出力が“０”にな
り、選択器７９０は減算器７９５の出力値（データ線７
１００から入力した起点アドレス値をデータ線７０００
から入力したホスト実アドレスの値から減算して求めた
アドレス値）を選択する。このことは、ホスト実アドレ
スがホストＩ／Ｏアドレス空間１２０に属する場合は、
当該ホスト実アドレスをもってゲスト実アドレスとし、
ホスト実アドレスがホストメモリアドレス空間１１０に
属する場合は、起点アドレスを減算した値をもってゲス
ト実アドレスとすることを意味する。選択器７９０の出
力値は、データ線７２００を経由して、ＬＲＡ命令で要
求されたゲスト実アドレスとしてゲストＯＳに通知する
ために汎用レジスタ４００に格納され、ＬＲＡ命令の実
行が終了する。
【００４９】 ＳＴＯＲＥ命令 ＴＬＢの各エントリについて上述のＬＲＡ命令の場合と
同様にホスト実アドレスをゲスト実アドレスに変換する
以外は、ホストＳＴＯＲＥ命令と同様に実行する。
同様にホスト実アドレスをゲスト実アドレスに変換する
以外は、ホストＳＴＯＲＥ命令と同様に実行する。
【００５０】 ＰＵＲＧＥ命令 ホストＰＵＲＧＥ命令と同様に実行する。
【００５１】〔具体例３〕具体例２の場合と同様、ゲス
トＯＳが発行したＴＬＢ制御命令をハードウェアが直接
実行する。
トＯＳが発行したＴＬＢ制御命令をハードウェアが直接
実行する。
【００５２】 ＳＥＴ命令 図８により、ゲストＯＳが発行したＳＥＴ命令の処理を
説明する。ＳＥＴ命令が発行されると、具体例２の場合
と同様、命令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格
納されたゲスト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジ
スタ７００に、Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタに格
納されたゲスト実アドレスがゲスト実アドレスレジスタ
７１０に夫々設定される。ゲスト実アドレスレジスタ７
１０の値がＸ‘Ｆ０００００００’以上の場合は、比較
器７３０の出力が“１”となり、選択器７４５はゲスト
実アドレスレジスタ７１０の値を出力する。一方、ゲス
ト実アドレスレジスタ７１０の値がＸ‘Ｆ００００００
０’未満の場合は、比較器７３０の出力が“０”にな
り、選択器７４５は加算器７５０の計算結果を出力す
る。ＴＬＢ制御回路７６０は、データ線８０００上のゲ
スト仮想アドレスレジスタ７００の出力値、データ線８
１００経由のゲスト実アドレスレジスタ７１０の出力値
及びデータ線８２００経由のホスト実アドレスの値（選
択器７４５の出力値）を一組とするエントリを、当該エ
ントリの状態表示ビットを“１”にしてＴＬＢ２２０に
設定し、ＳＥＴ命令の実行を終了する。
説明する。ＳＥＴ命令が発行されると、具体例２の場合
と同様、命令のＲ１フィールド指定の汎用レジスタに格
納されたゲスト仮想アドレスがゲスト仮想アドレスレジ
スタ７００に、Ｒ２フィールド指定の汎用レジスタに格
納されたゲスト実アドレスがゲスト実アドレスレジスタ
７１０に夫々設定される。ゲスト実アドレスレジスタ７
１０の値がＸ‘Ｆ０００００００’以上の場合は、比較
器７３０の出力が“１”となり、選択器７４５はゲスト
実アドレスレジスタ７１０の値を出力する。一方、ゲス
ト実アドレスレジスタ７１０の値がＸ‘Ｆ００００００
０’未満の場合は、比較器７３０の出力が“０”にな
り、選択器７４５は加算器７５０の計算結果を出力す
る。ＴＬＢ制御回路７６０は、データ線８０００上のゲ
スト仮想アドレスレジスタ７００の出力値、データ線８
１００経由のゲスト実アドレスレジスタ７１０の出力値
及びデータ線８２００経由のホスト実アドレスの値（選
択器７４５の出力値）を一組とするエントリを、当該エ
ントリの状態表示ビットを“１”にしてＴＬＢ２２０に
設定し、ＳＥＴ命令の実行を終了する。
【００５３】 ＬＲＡ命令 同じく図８により、ゲストＯＳが発行したＬＲＡ命令の
処理を説明する。ＬＲＡ命令が発行されると、具体例２
の場合と同様、同命令のＲ１フィールド指定の汎用レジ
スタに格納されたゲスト仮想アドレスがゲスト仮想アド
レスレジスタ７００に設定される。ＴＬＢ制御回路７６
０は、当該仮想アドレスを有するＴＬＢ２２０のエント
リのゲスト実アドレスの値をデータ線８３００に出力
し、その値をＬＲＡ命令で指定されたゲスト仮想アドレ
スに対応するゲスト実アドレスとしてゲストＯＳに通知
するために汎用レジスタ４００に格納し、ＬＲＡ命令の
実行を終了する。
処理を説明する。ＬＲＡ命令が発行されると、具体例２
の場合と同様、同命令のＲ１フィールド指定の汎用レジ
スタに格納されたゲスト仮想アドレスがゲスト仮想アド
レスレジスタ７００に設定される。ＴＬＢ制御回路７６
０は、当該仮想アドレスを有するＴＬＢ２２０のエント
リのゲスト実アドレスの値をデータ線８３００に出力
し、その値をＬＲＡ命令で指定されたゲスト仮想アドレ
スに対応するゲスト実アドレスとしてゲストＯＳに通知
するために汎用レジスタ４００に格納し、ＬＲＡ命令の
実行を終了する。
【００５４】 ＳＴＯＲＥ命令 ＴＬＢの各エントリについてゲスト仮想アドレスとゲス
ト実アドレスの組を指定領域に格納する以外は、ホスト
ＳＴＯＲＥ命令と同様に実行する。
ト実アドレスの組を指定領域に格納する以外は、ホスト
ＳＴＯＲＥ命令と同様に実行する。
【００５５】 ＰＵＲＧＥ命令 ホストＰＵＲＧＥ命令と同様に実行する。
【００５６】
【発明の効果】前記実施例では、２台の仮想計算機を用
いて仮想計算機を構成する場合について説明したが、本
発明は、仮想計算機が３台以上である場合にも適用する
ことが可能である。また、前記実施例では、ホスト計算
機を構成する中央処理装置の数が１台である場合につい
て説明したが、マルチプロセッサ構成のホスト計算機に
対しても本発明を適用することが出来ることは、自ずか
ら明らかである。
いて仮想計算機を構成する場合について説明したが、本
発明は、仮想計算機が３台以上である場合にも適用する
ことが可能である。また、前記実施例では、ホスト計算
機を構成する中央処理装置の数が１台である場合につい
て説明したが、マルチプロセッサ構成のホスト計算機に
対しても本発明を適用することが出来ることは、自ずか
ら明らかである。
【００５７】本発明の効果を列挙すると、次の通りであ
る。 ゲストＯＳの切替えに伴うＴＬＢ登録内容の退避・
置換操作を効率良く実行することが出来る。 ゲストＯＳに対するアドレス変換をＴＬＢを用いて
効率良く行なうことが出来る。 ゲスト仮想アドレスに対応するゲスト実アドレスの
読出をＴＬＢを用いて効率良く実行することが出来る。 メモリマップド入出力方式のホスト計算機を用いて
仮想計算機を構成する場合も、前記の操作を効率良く実
行することが出来る。
る。 ゲストＯＳの切替えに伴うＴＬＢ登録内容の退避・
置換操作を効率良く実行することが出来る。 ゲストＯＳに対するアドレス変換をＴＬＢを用いて
効率良く行なうことが出来る。 ゲスト仮想アドレスに対応するゲスト実アドレスの
読出をＴＬＢを用いて効率良く実行することが出来る。 メモリマップド入出力方式のホスト計算機を用いて
仮想計算機を構成する場合も、前記の操作を効率良く実
行することが出来る。
【図１】ゲスト記憶領域のホスト記憶領域へのマッピン
グの説明図。
グの説明図。
【図２】ＴＬＢ制御命令の説明図。
【図３】ＴＬＢの切替処理のフローチャート。
【図４】ＴＬＢの切替処理の実行回路図。
【図５】ゲストＳＥＴ命令シミュレーションのフローチ
ャート。
ャート。
【図６】ゲストＬＲＡ命令シミュレーションのフローチ
ャート。
ャート。
【図７】ゲストＴＬＢ制御命令の第１の実行回路図。
【図８】ゲストＴＬＢ制御命令の第２の実行回路図。
１００：ホスト記憶領域、１１０：ホストメモリアドレ
ス空間、１２０：ホストＩ／Ｏアドレス空間、１３０：
仮想計算機モニタ、１３１：状態記述子、１３２：専属
退避領域、１４０：ゲストメモリアドレス空間、１５
０：ゲストＩ／Ｏアドレス空間、１６０：ゲスト仮想空
間、１７０：ゲスト記憶領域、２００：中央処理装置、
２１０：命令実行回路、２２０：ＴＬＢ
ス空間、１２０：ホストＩ／Ｏアドレス空間、１３０：
仮想計算機モニタ、１３１：状態記述子、１３２：専属
退避領域、１４０：ゲストメモリアドレス空間、１５
０：ゲストＩ／Ｏアドレス空間、１６０：ゲスト仮想空
間、１７０：ゲスト記憶領域、２００：中央処理装置、
２１０：命令実行回路、２２０：ＴＬＢ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 小川 清 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内 (72)発明者 戸塚 健司 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内
Claims (24)
- 【請求項１】仮想アドレスから実アドレスへの変換情報
を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装置
に有するホスト計算機を用いて複数のオペレーティング
・システムを走行させるように構成した仮想計算機シス
テムにおいて、オペレーティング・システムごとに独立
してアドレス変換情報を格納するための複数の専属退避
領域をホスト記憶領域上に設定すると共に、オペレーテ
ィング・システム切替の際、最後に走行させたオペレー
ティング・システムの専属退避領域にアドレス変換バッ
ファの登録内容（最後に走行させたオペレーティング・
システムのアドレス変換情報）を退避させた後、次に走
行させるオペレーティング・システムの専属退避領域か
ら当該オペレーティング・システムのアドレス変換情報
を取り出し、当該アドレス変換情報をもってアドレス変
換バッファの登録内容を置き換えるための手段を設けた
ことを特徴とする仮想計算機システム。 - 【請求項２】前記手段は、次に走行させるオペレーティ
ング・システムと最後に走行させたオペレーティング・
システムとが同一であるか否かを判定するための手段を
包含し、両オペレーティング・システムが同一である場
合は、アドレス変換バッファの登録内容の退避・置換操
作を行なうことなく直ちに次のオペレーティング・シス
テムを走行させるように機能するものであることを特徴
とする請求項１に記載の仮想計算機システム。 - 【請求項３】走行中のオペレーティング・システムの登
録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アドレ
スをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が指
定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得られたホ
スト実アドレスを一組としてアドレス変換バッファに登
録するための手段を有することを特徴とする請求項１又
は請求項２に記載の仮想計算機システム。 - 【請求項４】走行中のオペレーティング・システムの読
出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想アド
レスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選択
し、選択したエントリのホスト実アドレスをゲスト実ア
ドレスに変換した後、当該ゲスト実アドレスを走行中の
オペレーティング・システムに通知するための手段を有
することを特徴とする請求項３に記載の仮想計算機シス
テム。 - 【請求項５】走行中のオペレーティング・システムの登
録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アドレ
スをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が指
定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得られたホ
スト実アドレスを一組としてアドレス変換バッファ及び
走行中のオペレーティング・システムの専属退避領域の
双方に登録（格納）するための手段を有することを特徴
とする請求項１又は請求項２に記載の仮想計算機システ
ム。 - 【請求項６】走行中のオペレーティング・システムの読
出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想アド
レスを保持するエントリを専属退避領域から選択し、選
択したエントリのホスト実アドレスをゲスト実アドレス
に変換した後、当該オペレーティング・システムに通知
するための手段を有することを特徴とする請求項５に記
載の仮想計算機システム。 - 【請求項７】走行中のオペレーティング・システムの登
録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アドレ
スをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が指
定するゲスト仮想アドレス及びゲスト実アドレス並びに
変換によって得られたホスト実アドレスを一組としてア
ドレス変換バッファに登録するための手段を有すること
を特徴とする請求項１又は請求項２に記載の仮想計算機
システム。 - 【請求項８】走行中のオペレーティング・システムの読
出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想アド
レスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選択
し、選択したエントリのゲスト実アドレスを走行中のオ
ペレーティング・システムに通知するための手段を有す
ることを特徴とする請求項７に記載の仮想計算機システ
ム。 - 【請求項９】仮想アドレスから実アドレスへの変換情報
を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装置
に有するホスト計算機を用いて複数のオペレーティング
・システムを走行させるように構成した仮想計算機シス
テムにおいて、走行中のオペレーティング・システムの
登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アド
レスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が
指定するゲスト仮想アドレス及びゲスト実アドレス並び
に変換によって得られたホスト実アドレスを一組として
アドレス変換バッファに登録するための手段を有するこ
とを特徴とする仮想計算機システム。 - 【請求項１０】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、選択したエントリのゲスト実アドレスを走行中の
オペレーティング・システムに通知するための手段を有
することを特徴とする請求項９に記載の仮想計算機シス
テム。 - 【請求項１１】仮想アドレスから実アドレスへの変換情
報を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装
置に有すると共に、特定値未満の実アドレスでアクセス
可能なメモリアドレス空間及び特定値以上の実アドレス
でアクセス可能なＩ／Ｏアドレス空間を有するホスト計
算機を使用し、当該計算機によって複数のオペレーティ
ング・システムを走行させるように構成した仮想計算機
システムにおいて、走行中のオペレーティング・システ
ムの登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実
アドレスが特定値以上であるか否かを判定することによ
り、当該ゲスト実アドレスが特定値以上の場合はそのゲ
スト実アドレスをもってホスト実アドレスとし、当該ゲ
スト実アドレスが特定値未満の場合はゲストメモリアド
レス空間のホストメモリアドレス空間における起点アド
レス値をそのゲスト実アドレスに加算した値をもってホ
スト実アドレスとするための手段と、走行中のオペレー
ティング・システムの登録命令が指定するゲスト仮想ア
ドレス及び前記手段によって求めたホスト実アドレスを
一組としてアドレス変換バッファに登録するための手段
を設けたことを特徴とする仮想計算機システム。 - 【請求項１２】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、当該エントリのホスト実アドレスが特定値以上で
あるか否かを判定することにより、当該ホスト実アドレ
スが特定値以上の場合はそのホスト実アドレスをもって
ゲスト実アドレスとし、当該ホスト実アドレスが特定値
未満の場合はゲストメモリアドレス空間のホストメモリ
アドレス空間における起点アドレス値をそのホスト実ア
ドレスから減算した値をもってゲスト実アドレスとする
ための手段と、当該手段によって求めたゲスト実アドレ
スを走行中のオペレーティング・システムに通知するた
めの手段を設けたことを特徴とする請求項１１に記載の
仮想計算機システム。 - 【請求項１３】仮想アドレスから実アドレスへの変換情
報を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装
置に有するホスト計算機を用いて複数のオペレーティン
グ・システムを走行させるように構成した仮想計算機シ
ステムの制御方法であって、オペレーティング・システ
ムごとに独立してアドレス変換情報を格納するための複
数の専属退避領域をホスト記憶領域上に設定すると共
に、オペレーティング・システム切替の際、最後に走行
させたオペレーティング・システムの専属退避領域にア
ドレス変換バッファの登録内容（最後に走行させたオペ
レーティング・システムのアドレス変換情報）を退避さ
せた後、次に走行させるオペレーティング・システムの
専属退避領域から当該オペレーティング・システムのア
ドレス変換情報を取り出し、当該アドレス変換情報をも
ってアドレス変換バッファの登録内容を置き換えること
を特徴とする仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項１４】次に走行させるオペレーティング・シス
テムと最後に走行させたオペレーティング・システムと
が同一であるか否かを判定し、両オペレーティング・シ
ステムが同一である場合は、アドレス変換バッファの登
録内容の退避・置換操作を行なうことなく直ちに次のオ
ペレーティング・システムを走行させることを特徴とす
る請求項１３に記載の仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項１５】走行中のオペレーティング・システムの
登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アド
レスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が
指定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得られた
ホスト実アドレスを一組としてアドレス変換バッファに
登録することを特徴とする請求項１３又は請求項１４に
記載の仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項１６】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、選択したエントリのホスト実アドレスをゲスト実
アドレスに変換した後、当該ゲスト実アドレスを走行中
のオペレーティング・システムに通知することを特徴と
する請求項１５に記載の仮想計算機システムの制御方
法。 - 【請求項１７】走行中のオペレーティング・システムの
登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アド
レスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が
指定するゲスト仮想アドレス及び変換によって得られた
ホスト実アドレスを一組としてアドレス変換バッファ及
び走行中のオペレーティング・システムの専属退避領域
に登録（格納）することを特徴とする請求項１３又は請
求項１４に記載の仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項１８】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するエントリを専属退避領域から選択し、
選択したエントリのホスト実アドレスをゲスト実アドレ
スに変換した後、当該オペレーティング・システムに通
知することを特徴とする請求項１７に記載の仮想計算機
システムの制御方法。 - 【請求項１９】走行中のオペレーティング・システムの
登録命令に応じて当該登録命令が指定するゲスト実アド
レスをホスト実アドレスに変換し、かつ、同登録命令が
指定するゲスト仮想アドレス及びゲスト実アドレス並び
に変換によって得られたホスト実アドレスを一組として
アドレス変換バッファに登録することを特徴とする請求
項１３又は請求項１４に記載の仮想計算機システムの制
御方法。 - 【請求項２０】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、選択したエントリのゲスト実アドレスを走行中の
オペレーティング・システムに通知することを特徴とす
る請求項１９に記載の仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項２１】仮想アドレスから実アドレスへの変換情
報を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装
置に有するホスト計算機を用いて複数のオペレーティン
グ・システムを走行させるように構成した仮想計算機シ
ステムの制御方法であって、走行中のオペレーティング
・システムの登録命令に応じて当該登録命令が指定する
ゲスト実アドレスをホスト実アドレスに変換し、かつ、
同登録命令が指定するゲスト仮想アドレス及びゲスト実
アドレス並びに変換によって得れれたホスト実アドレス
を一組としてアドレス変換バッファに登録することを特
徴とする仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項２２】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、選択したエントリのゲスト実アドレスを走行中の
オペレーティング・システムに通知することを特徴とす
る請求項２１に記載の仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項２３】仮想アドレスから実アドレスへの変換情
報を登録するためのアドレス変換バッファを中央処理装
置に有すると共に、特定値未満の実アドレスでアクセス
可能なメモリアドレス空間及び特定値以上の実アドレス
でアクセス可能なＩ／Ｏアドレス空間を有するホスト計
算機を使用し、当該計算機によって複数のオペレーティ
ング・システムを走行させるように構成した仮想計算機
システムの制御方法であって、走行中のオペレーティン
グ・システムの登録命令に応じて当該登録命令が指定す
るゲスト実アドレスが特定値以上であるか否かを判定す
ることにより、当該ゲスト実アドレスが特定値以上の場
合はそのゲスト実アドレスをもってホスト実アドレスと
し、当該ゲスト実アドレスが特定値未満の場合はゲスト
メモリアドレス空間のホストメモリアドレス空間におけ
る起点アドレス値をそのゲスト実アドレスに加算した値
をもってホスト実アドレスとすると共に、走行中のオペ
レーティング・システムの登録命令が指定するゲスト仮
想アドレス及び前記判定操作によって求めたホスト実ア
ドレスを一組としてアドレス変換バッファに登録するこ
とを特徴とする仮想計算機システムの制御方法。 - 【請求項２４】走行中のオペレーティング・システムの
読出命令に応じて当該読出命令が指定するゲスト仮想ア
ドレスを保持するアドレス変換バッファのエントリを選
択し、当該エントリのホスト実アドレスが特定値以上で
あるか否かを判定することにより、当該ホスト実アドレ
スが特定値以上の場合はそのホスト実アドレスをもって
ゲスト実アドレスとし、当該ホスト実アドレスが特定値
未満の場合はゲストメモリアドレス空間のホストメモリ
アドレス空間における起点アドレス値をそのホスト実ア
ドレスから減算した値をもってゲスト実アドレスとする
と共に、当該判定操作によって求めたゲスト実アドレス
を走行中のオペレーティング・システムに通知すること
を特徴とする請求項２３に記載の仮想計算機システムの
制御方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5241041A JPH0793221A (ja) | 1993-09-28 | 1993-09-28 | 仮想計算機システム及びその制御方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5241041A JPH0793221A (ja) | 1993-09-28 | 1993-09-28 | 仮想計算機システム及びその制御方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0793221A true JPH0793221A (ja) | 1995-04-07 |
Family
ID=17068438
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5241041A Pending JPH0793221A (ja) | 1993-09-28 | 1993-09-28 | 仮想計算機システム及びその制御方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0793221A (ja) |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008522321A (ja) * | 2004-12-02 | 2008-06-26 | インテル・コーポレーション | 高性能な方法でｃｐｕ又は処理エレメントから物理メモリにアクセスするための方法及び装置 |
| JP2008293472A (ja) * | 2007-04-24 | 2008-12-04 | Fujitsu Ltd | 計算機装置およびそのキャッシュリカバリ方法 |
| US7509475B2 (en) | 2005-10-27 | 2009-03-24 | Hitachi, Ltd. | Virtual machine control method and virtual machine system having host page table address register |
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-
1993
- 1993-09-28 JP JP5241041A patent/JPH0793221A/ja active Pending
Cited By (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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