JPS5868285A - 仮想計算機のアドレス変換方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は１つの計算機システム上に１つ以上の仮想的な
計算機を実現する仮想計算機システムに関しさらに詳し
くはそのアドレス変換に関するものである。

仮想計算機のアドレス変換は従来シャドーテーブル音用
いて行なわれている。シャドーテーブル方式ではソフト
ウ・ア又はＶＭアシストと呼ばれるファームウェアによ
り仮想計算機の論理アドレスを実計３１俄の絶対アドレ
スに変換するためのアドレス変換表つまりシャドーテー
ブルを作成し、このシャドーテーブルを使用して仮想計
算機のアドレス変換を行なってきた。この方式は論理ア
ドレス空間が大きな仮想計算機には同かないことは１３
１１らかである。すなわちシャドーテーブルそのものが
非常に大きくなり、またシャドーテーブルのクリア等の
管理が大きなオーバーへ！ドになる・こういわけでシャ
ドーテーブルを用いずに仮想計算機上 ら特願昭５６−５３５８６号によりすでに提案した。以
下にすでに提案した従来の方式の概略を図面を参昭しな
がら説明する。

第１図はすでに提案したシャドーテーブルを用いない仮
想計算機のアドレス変換方式を説明するプロψり図であ
る。１０　は変換しようとしている仮想計算機上の論理
アドレスであり、１１　がそのページ番号部で、１２が
ページ内アドレス部である。２０　は現時点で実行中の
仮想計算機を識別する計算機識別子を保持する実行計算
機識別子保持手段である。

（資）は仮想計算機の論理アドレスを実計算機の絶対ア
ドレスに変換するためのアドレス変換バッフｒで、３１
　が計算機識別フィールド、３２・か仮想計算機の論理
アドレスの内のページ番号を保持するページ番号フィー
ルド、３３が対応する豐主記憶上でのページ単位での先
頭アドレスすなわちページわく番号を保持するページわ
く番号フィールドであり、凋　はキイと一致したエント
リーのページわく番号フィールドの値を読み出したペー
ジわく番号である。４０　はページわく番号Ｕ　と論理
アドレス１００ペ一ジ内アドレス部のページ内アドレス
から作られる実計算機上の絶対アドレスである。

アドレス変換バッフ１３０には仮想計算機上の陶埋アド
レス（ｖ１１１１論理アドレスと言う。）のページ番号
部の値であるページ番号と、そのＶＭ論理アドレスの属
する仮想計３１’磯の計算４＆誠別子とその■ｖｉ、６
埋アドレスのページの冥土記憶上でのページ単位での先
頭アドレスｒなわちぺ一ジイ〕＜番号とカ月つのエント
リーのページ番号フィールド３２．計算慎識別フィール
ド３１及びページわく番号フィールド３３　　にそれぞ
れ格納されており他のＶＭ論理アドレスも又他のエント
リーにセデトしである。

仮想計算機上のプログラムの実行に伴なう用鏑埋アドレ
ス１０　は次のようにしてアドレス変換される。！ｊ！
行計算機識別子保持手段２０　の保持する実行中の仮想
計算機のｔｌ貞磯鐵別千金冑崗埋アドレス１０　のペー
ジ番号部のページ番号１３　から作られるキイ２０１１
　　でアドレス変換バッファ（資）を引く。キイ２０１
１と一致する清報を計算機識別フィールド３１及びペー
ジ番号フィールド３２　　にもつエントリーのページわ
く番号フィールド３３　の値であるページわく番号詞　
とＶＭ　′ｍ理アドレス１０のページ内アドレス部１２
の値であるページ内アドレス１４　　とを４１図のよう
にならべて実計算機上の絶対アドレス４０　　を得この
アドレスでもって実主記憶をアクセスする。一方キイ２
０１１　　と一致するエントリーがない場合には図には
示していない仮想計算機上０１ｉｌ＆理アドレスを仮想
計算機上の絶対アドレスに変換するアドレス変換表（以
下■に１アドレス変換表という。）と仮想計算機上の絶
対アドレスを実計算機上の絶対アドレスに変換するため
のアドレス変換表（以下■貴アドレス変換表という。）
をひいてＶＭ論理アドレス１０　　を実計算機上の絶対
アドレスに変換する。またこの時得られるページわく番
号をＶＭＱ埋アドレスｌＯのページ番号部１１の値であ
るページ番号１３　　と実行計算機識別子保持手段２０
　の保持するｔｉ算機識別子と共にアドレス変換バッフ
ｙ３０　ＶｃＭ録するのはいうまでもないことである。

このようにすることにより大きな領域を必要としまたオ
ーバーヘッドの大きい管理を心安と４−るシャドーテー
ブルなしに仮想計算機上論理アドレスを実計算機の絶対
アドレスに変換することができる。しかしながらこの方
式にもいくつかの改善されるべき欠点が存在する。その
欠点のうち本発明１−ｃｌ揚Ｖ−るものについて以下に
述べる１アドレス変挾バツフ１中に変換すべき■（論理
アドレスの情報が存在しなければ前述のようにＶＭアド
レス変洟表と■４Ｓアドレス変換表とを引かねばならな
い。■〜１アドレス変撲表は仮想計′に〜の圧記憶上に
存在する。つまりｎ１アドレス叢侠表を引くためのアド
レスは仮想計算機の主記憶の絶対アドレスである０その
ためこの絶対アドレスを４）　Ｖｔ５ｌＳアドレス変換
表でアドレス変換し実主記憶の絶対アドレスにして■ア
ドレス変換表を引くことになる。そういうわけでこの方
法はアドレス変換バッフ１中に所望のアドレス変換情報
がない時のオーバーヘッドは大きなものとなるという欠
点をもりていた。

ム 本発明の目的は上記アドレス変換バーフ１中株所望のア
ドレス変換情報がないときのアドレス変換オーバーヘッ
ドを小さくすることにある。

本発明によればＶＭ論理アドレスを仮想計算機上の絶対
アドレスに変換する別のアドレス変換バッフ７を設は仮
想計算機に制御をわたす時点で上記別のアドレス変換バ
ッファに制御を得る仮想計算機のアドレス変換情報を格
納し上記アドレス変換バッフ１中に所望のアドレス変換
情報がない時には上記別のアドレス変換バッファを使う
ことにより■論理アドレスの仮想計ｎ機上の絶対アドレ
スへの変換を高速に行なうことができ、アドレス変換オ
ーバーヘッドと小さくすることができる◎本発明はこの
目的を達成するために、制御を得ている仮想計算機を識
別するための計算機緘千金を保持する実行計算機識別子
保持手段と、仮想計算機上の論理アドレスを仮想計算機
上の絶対アドレスに変換するための、仮想計算機上の論
理アドレスからなるキイと該論理アドレスに対応する仮
想−［寞機上の絶対アドレスからなるデータとの組を１
組以上記憶する第１のアドレス変換バッフ１と、仮想計
算機上の論理アドレスを実計算機上の絶対アドレスに変
換するための、仮想計算機上の論理アドレスと該仮想計
算機を識別する計算ＭＡ繊態別番号からなるキイと該論
理アドレスに対応する実計算機上の絶対アドレスからな
るデータとの組を１組以上記憶する第２のアドレス変換
バッフ１と會有し、ある仮想計算機が制御を与えられる
時点懇その仮想ｔｌｌＬｍのためにあらかじめ定められ
ている領域にある初期化あるいは退避されていたアドレ
ス変換情報を第１のアドレス変換バッフ１に格納し、そ
の仮５Ｉｔｉｘ機が制御をとりあげられる時点で第１の
アドレス変換バψ）１の内容を上記あらかじめ定められ
た領域に退避し、仮想計算機上のプログラムの実行に伴
なう＃１埋アドレスを実計算機上の絶対アドレスに変換
する際、実行計算機識別子保持手段の保持する計算機識
別子を伴なう該論理アドレスが第２のアドレス変換バッ
フ１にない場合第１のアドレス変換バーフ１から該論理
アドレスに対応する仮想計算機上の絶対アドレスが得ら
れればこの絶対アドレスとあらかじめ実主記憶上に存在
し錬仮想計算機の絶対アドレスを実計算機上の絶対アド
レスに変換するアドレス変換表とを用いて得られる該細
塊アドレスに対応する実計算機上の絶対アドレスと王制
計算機織千金及び該論理アドレスとの３つ組を第２のア
ドレス変換バッフ１に登録しもって仮想計算機上の論理
アドレスを実計算機上の絶対アドレスに変換することを
特徴としている。

以下に図面を参照しながら本発明の実施例について説明
する。

第２図は本発明の一実施例の構成を表わすブロック図で
ある。

１０、２０及び４０はＭ１図の１０．２０．４０と同一
である。

５０は第１のアドレス変換バッファで５１　か仮想計算
機上の論理アドレスの内のページ番号の値を保持する弔
１のページ番号フィールドで、５２　　がそのページの
仮想針（１）機上でのページわくの番号を保持する第ｌ
のページわく番号フィールドである。６０　　は第１図
のアドレス変換バッフｙ　３０と同一であり、この説明
では６２　を第２のページ番号フィールドと称し６３　
　と第２のページわく番号フξ イルドと称すること４より５１．５２に区別することに
する。また６１は第１図の計算機識別フィールド３１　
　と同じであり同様の呼び名で呼ぶこととする７０　　
は第１のアドレスに換バデフ１を■４論理アドレス１０
　　のページ番号部の値であるページ番号１３ヲキイと
して引いて得られる仮想計算機上のページわく番号であ
る。

なお、ＶΔ喧子アドレス変換表ＶΔ侶子アドレス変換衣
らびに第１のアドレス変換バッフ１の内容を７＜ｊ４す
る仮想計算機ごとにあらかじめ定められた退避領域は第
２図からは省いた。

次に動作について説明する。仮想計算ｍＫ制御をわたす
時点で集村計算機織千金保持手段加にその仮想計算機の
計算機識別子をセットしこの仮想計算機のためＫあらか
じめ定められた領域に退避または初期化されていた情報
を第１のアドレス変換バッフｙｌｃ格納する。仮想計算
機上のプログラムの実行に伴なうＶＭ＠理アドアドレス
１０は第２のアドレス変換バフフｙ６０　中にＶＭ陶理
アドレス１０　のアドレス変換情報があれば第２のアド
レス変換バＶフｙ　６０の第２のページわく番号フィー
ルド６３　から得られるページわく番号６４とＶＭ論場
アドレス】０のページ内アドレス部】２　の値であるペ
ージ内アドレス１４　　とを図のようにならべて実計算
機上の絶対アドレスに変換する。

ｆｇ２のアドレス変換バッフ７６０中にＶＭ論理アドレ
スｌＯのアドレス変換情報がない場合には第１のアドレ
ス変換バッファ５０　を使用する。すなわちＶＭ論理ア
ドレス１０　　のページ番号部１１の値であるページ番
号１３　をキイにして第１のアドレス変換パＶフ１５０
　を引く。キイ１３　　と一致するエントリーがあれば
そのエントリーの第１のページオつく番号フィールド５
２　から仮想針３Ｉ機上のページわく番号７０　　と絖
み出す。このページわく番号７０　でこの仮想計算機の
＆想主記憶に対応するＶＭＳアドレス変換表を引いて得
られる実計ｎ＜＝上のページわく番号とＵＭ倫理アドレ
ス１００ページ内番号部のイ直であるページ内アドレス
１４とをならべると実計Ｈａ上の絶対アドレスが得られ
る。もし第１のアドレス変換バッフ１５０上にもｖＭ＠
理アドアドレス１０アドレス変換情報がない場合洟述す
るように（非常にまれである）にはＶ＆ｌアドレス変３
ｍ４を引いて仮想針！Ｖ磯上のページわく番号７０を得
（この時点でＶＭ論理アドレス］０　のページ番号部の
値であるページ番号１３と得られた仮想計算機上のペー
ジわく番号とをｗＪｌのアドレス変換バッフ１５０　に
登録しておく。）さらにこのページわく番号７０　ｋ使
ってＶＭＳアドレス変換茨會引いて実計算機上のページ
わく番号をイムる。こうして得られた実計算機上のペー
ジわく番号とページ内アドレス１４　とをならべればＶ
Ｍ論理アドレス１０　　Ｋ対応する実計算機上の絶対ア
ドレスが得られる。この時に得られた実計算機上のペー
ジわく番号と■ｉ論理アドレス１０　　のページ番号１
１と笑行計算機識別子保持手段２０の保持する計算機識
別子を第２のアドレス変換バヴフ１５０　　に登録する
ことはいうまでもない。

この仮想計算機から制御がうばわれる時点で、第２のア
ドレス変換バッフ１６０の内容をこの仮想計算機のため
にあらかじめ定められたＭｆＪ　ｔｉ退避領域に退避す
る〇 仮想計算機上でその仮想計算機のアドレス変換バ、フ１
から全てのアドレス焚換情報を消去する命令が実行され
た場合、第１及び第２のアドレス変換バッフｙ　５０．
６０のエントリーのうち次の条件を満たすエントリーを
無効化する。

・第１のアドレス変換バッフ１５０のエントリー全ての
エントリー ・第２のアドレス変換バ、・フ１６０のエントリー計算
楡識別フィールド６１　　に実行針′１４−機識別子株
千金段２０　の保持する計算機識別子と同一のものを保
持する全エントリー 仮想計算機上でその仮想ｉｔ計算機アドレス変換バッフ
１から特定のページのアドレス変換情報と消去する命令
が実行された場合、第１及び第２のアドレス変換バッフ
ｙ　５０．６０のエントリーのうち次の榮件を満たすエ
ントリーを無効化する。

・第１のアドレス変換バッフｙ　５０　のエントリー第
１のページ番号フィールド５１　　に上記特定のページ
を表わすページ布上を保持するエントリー ・第２のアドレス変換バッフｙ６０　のエントリーＡｎ
−Ｔ−ｉａａｖ　イールド６１　　に実行計算機識別子
保持手段２０の保持する計算機識別子と同一のものを保
持しかつ第２のページ番号フィールド６２　　にＪｊ１
６％”１ｌｆ）”−ジを宍わずページ番号を保持するエ
ントリー 仮想計算機と制御する実計算機上のプログラムがある仮
想！ｌ″を算機に割りつけている実計３１機上のページ
わく内の情報を二次記憶にはき出した場合は第２のアド
レス変換バッフｙ６０　のエントリーのうち次の条件を
満たすエンド！Ｊ−’に無効化する。

・計算機識別フィールド６１　　に実行計算機識別子保
持手段加の保持する計算機識別子と同一〇ものを保持す
る全てのエントリー 仮想計算機を生成する時点では第２のアドレス変換バッ
フｙ６０　　のエントリーの内生成する仮想計算機に与
えられる計算機識別子と同一のものを計算機識別フィー
ルド６１　　にもつすべてのエントリーを無効化する。

本実施例においては、仮想計算機のページサイズと実計
算機のページサイズ回−であるとしたが仮想計算機のペ
ージサイズが実計算機のページサイズよりも大きい場合
にも本発明の適用が可能であることは明らかである。

本実施例の説明においてはアドレス変換バッフ１は通常
連想メモリと呼ばれている素子を用いて５Ｎ現されてい
ることを想定しているが本来キイを与えてデータを得る
ことができればよいのであって必ずしも連想メモリ素子
でなければならないというようなことはなく、一般に行
なわれているような通常のランダムアクセスメモリ素子
を用いるセットアソシアティブ方式と呼ばれている方式
を用いてもかまわない。

このようにすることにより第４のアドレス変換バッフ１
は実行中の仮想計算機のための情報をもつことになりか
つ別の仮想計算機の実行によりて変化することもないの
で第１のアドレス変換バ！７１のヒツト率は一般の計算
機システムのアドレス変換バッフ１のヒツト率と同じく
らい高くすることができる。よって第２のアドレス変換
バッフ１中にＰｊｒ望のアドレス変換情報がない場合で
もほとんどの場合第１のアドレス変換バッフ１にはアド
レス変換情報がある。そういうわけで第２のアドレス変
換バシフ７上にアドレス変１１Ｌｈｌ報がない揚付のア
ドレス変換はほとんどの場合、実主記憶上のＶＭＳアド
レス変換表をひくだけで行なうことかでさ、オーバーヘ
ッドとなりでいた仮想計算機の王記憶上にあるＶＭアド
レス変換表をひかずに一ツーむのでオーバーヘッドか小
さくてすむようになるＯ なお第２のアドレス変換バッフ１にあるアドレス変換情
報のうち制御をうばわれる仮想計算機のためのアドレス
変換情報だけを退避することが考えられるが退避したア
ドレス変換情報の中にあるページに与えられていた実計
算機上のページわく皐 が他の仮想計算機に与えられるなどすると退避しアドレ
ス変換情報をしらへて消去しなければならなくなるので
オーバーヘッドが大きく実用的でないことを付は加えて
おく。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来のアドレス変換の方法を説明するためのブ
ロック図、落２図は本発明の一実施例のブロツク図であ
る。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 仮想記憶を提供する１つ以上の仮想的な計算機を実現す
   る仮想計算機システムにεいて、　１ｌｔｌｊ碑を得て
   いる仮想計算機を誠別するための計Ｎ機織別千金保持す
   る集村計＠憬鑓千金保持手段と、仮想計算機上の論理ア
   ドレスを仮想計算機上の絶対アドレスに変換するだめの
   、仮想ｉ１算慎上の論理アドレスからなるキイとｇ　＝
   ４８！アドレスに対応する仮ＡＦＪＩｔ　ｋ機上の絶対
   アドレスからなるデータとの組を１組以上記憶する第ｌ
   のアドレス変換バ・フッと、仮想計算世上の爾埋アドレ
   ス會央「「算愼上の絶対アドレスに１侠するための、＆
   心１其憬上の＠埋アト【／スと該仮想計算機を鍼別）゛
   る酊算機猷千金とＺ′Ｉ）らなるキイと該−塩アドレス
   に対応する夾ｌ！Ｉｔ袴搏上の絶対アドレスからなるデ
   ータとの組を１組以上記憶するａＩ、２のアドレス変換
   バッフとを有し、ある仮想計算機が制御を与えられる時
   点でその仮想計算機のためにあらかじめ定められている
   領埴にある初期化あるいは退避されていたアドレス交換
   情報を第１のアドレス変換バッフ１に格納し、その仮想
   計算機が制御をとりあげられる時点で第１のアドレス変
   換バッフ１の内８に上記あらかじめ定められた執域に退
   避し、仮想計算機上のプログラムの集村に伴なうｔ？Ｊ
   理アドアドレス計算機上の絶対アドレスに変換する際、
   笑行Ｈｔ算機識別子保持手段の保持する計算機識別子を
   伴ｆ、ｘう該＠ｍアドレスが第２のアドレス変換バッフ
   １にない場合弗１のアドレス変侠バ・フ７から践論理ア
   ドレスに対応する仮想計算機上の絶対アドレスが得られ
   ればこの絶対アドレスとあらかじめ実主記憶上に存在し
   咳仮想計′Ｊ！＃機の絶対アドレスを実計算機上の絶対
   アドレスに変換するアドレス変換衆とを用いて得られる
   該−塩アドレスに対応する実計算機上の絶対アドレスと
   上ｈピ計典ｆ！ｋＭ千金及び該１ｉｉｉｌｆ＆アドレス
   との３つ組を第２のアドレス変換バッファに登録しもつ
   て仮想計算機上の論埋アドレスを実計算機上の絶対アド
   レスに変換することを特徴とする仮想ｌＩｔ算機のアド
   レス変換方式。