JPS589276A

JPS589276A - デ−タ処理システム

Info

Publication number: JPS589276A
Application number: JP57112615A
Authority: JP
Inventors: デ−ビツト・トレント・ブラウン; ドン・ウオ−レン・レイン; リチヤ−ド・ジヨン・シユマルツ
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1981-07-02
Filing date: 1982-07-01
Publication date: 1983-01-19
Also published as: DE3279400D1; US4476524A; EP0069862A3; JPH0241055B2; EP0069862B1; EP0069862A2

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】本発明の技術分野本発明はデータ処理システムのページング記憶装置、主
記憶装置、及び入出力（Ｉｌｏ）装置の間におけるで一
夕転送の制御ｖｃＩＸする。

背景の技術ページング記憶装置は先行技術において周知でメジ、現
今の商用データ処理システムでは、ページング記憶装置
として直接アクセス記憶装置ＣＤＡｓＤ）が使用される
。ＩＢＭ技術開示プレチン（ＩＢＭ　　Ｔｅｃｈｎｉｃ
ａｌ　　ＤｉｓｃｌｏａｕｒｅＢｕｌｌｅｔｉｎ　Ｖｏ
ｌｕｍｅ’２３、Ａ７　ＡＳＤｅｃｅｍｂｅ１９８０、
ｐａｇｅ２９０８）Ｋ記載されるように、過去において
電子的記憶ベージング装置が提案されたことがめった。

更に、米国特許第２７９６２　　　　　・１８、号又は
第３２９２１５１号で開示されるように１　ドラム装置
のような入出力装置へアクセスする特別のプロセッサ命
令を使用することによって主記憶装置を拡張する各種の
方法が知られている。

米国特許第２７９６２１８号では、ドラムとコア記憶装
置との間のブロック転送を制御するため、中央プロ゛セ
ッサが使用される。米国特許第３２４８７０２号では、
階層記憶システムにおける転送を制御する自動的手段（
命令ではない）が開示′されている。この特許では、プ
ログラムは階層構造中の大型記憶装置（低速記憶装置）
Ｋアドレスする。

先行技術は入出力装置としてのページング記憶装置を開
示している。この入出力装置は、他の入出力装置と同じ
ようニ、（例えば、ＩＢＭシステム／３７０人出力コン
トロールによって）制御される。このような先行技術の
システムにおいて、ページング装置を含む入出力装置に
よるデータ転送は、入出力装置と主記憶装置との間で行
われ、かつスター）Ｉｌｏ（ＳＩＯ）命令を実行する中
央プロセッサによって開始されたチャネル・プログラム
によって制御される。チャネル・プログラムは、常に２
つの媒体（例えば入出力装置と主記憶装置）の間の転送
を処理する。先行技術による二媒体チャネル・プログラ
ムは、中央プロセッサ（ＣＰ）Ｋよって実行されるシス
テム制御プログラム（ＳＣ′Ｐ）（例えばＯ８１５７０
ＭＶＳ補助記憶管理プログラム（ＡｓＭ）及び入出力監
視プログラム（ＩＯ８））Ｋよって開始され、それによ
ってアプリケーション・プログラムは、必要なページン
グ及び他の入出カサ−ビスを得ることができる。

先行技術において、ページング記憶装置及び入出力装置
としてＤＡＳＤが使用され、同一形式のチャネル・プロ
グラムがこれら双方の装置のため′に使用される。これ
ら２つの装置はＣＰの実行レベルでのみ豫別される。ペ
ージ記憶ＤＡＳＤ中のページはＣＰ仮想アドレシング（
即ち、セグメント及ヒページ・テーブル）によって認識
され、ＣＰにおけるアプリケーション・プログラムの通
常の実行過程で生じたページ不在は、ページを暗黙的に
アクセスさせる。しかし、入出力ＤＡＳＤＦｉシステム
中のページ不在によってアクセスされず、ＣＰプログラ
ム内の明示的な入出力リクエストによってのみアクセス
される。

先行技術において、ページ記憶ＤＡＳＤと入出力ＤＡＳ
Ｄとの間の転送は、２つの別個の二媒体チャネル・プロ
グラムを必要とする。第１のチャネル・プログラムは入
出力ＤＡＳＤと主記憶装置との間の転送を制御し、第２
のチャネル・プログラムは主記憶装置とページ記憶ＤＡ
ＳＤとの間の転送を制御する。各チャネル・プログラム
は、通常、ＣＰによる大量の準備的システム制御プログ
ラムの実行を伴なう。そして究極的ＫＦｉ、２つの媒体
間の転送を制御するチャネル・プログラムを開始するス
タートＩ１０命令が実行される。その結果、２つのチャ
ネル・プログラムを用いて、ページ記憶ＤＡＳＤと入出
力ＤＡ８Ｄとの間で、主記憶装置を介して三媒体転送が
実現されることになる。これは２つのスタートＩ１０命
令の実行を必要とし、それぞれのスター）Ｉ１０命令は
″、通常の準備的システム制御プログラムの実行を伴う
ことＫなる。

先行技術において、ページ記憶ＤＡＳＤと主記憶装置と
の間の全てのデータ転送は、入出力装置と主記憶装置と
の間のデータ転送と同じように、チャネル・プロセッサ
・データ・バス上のチ斗ネルを通して実現される。

本発明の要約本発明の利点及び目的は次のとおりでるる。

１、　チャネル・プロセッサ（ＣＨ）又はＣＰを通らな
い独立のデータ・バスをページ記憶装置（ＰＳ）と主記
憶装置（Ｍ　Ｓ　’）の間に設け、この独立データ・バ
スがＣＰ又ＦｉｃＨＫよって制御可能にすること。

２、優先権制御のアクセスのみを許すＭＳとＰｓとの間
で、独立データ・バスのいずれかの方向で実行されるペ
ージ転送を制御するため特別のＣＰ命令を使えるように
すること。

３、　各々のＭ’Ｓアクセス・サイクルを最高優先リク
エｘｌ（ｒｅｑｕｅｓｔｏｒ　　）へ与えるＭＳ能力を
維持するため、ページ中のＭＳアクセス可能なデータ・
ユニッＨＣついて、別個のＭＳアクセス・リクエストを
ＣＰｔＣ与え嘔せることによって、ＣＰページ転送命令
の実行をサポートすること。

４、各々のＭＳアクセス・サイクルを最高優先リクエス
タへ与えるＭＳ能力を維持するため、ページ中のＭＳア
クセス可能なデータ・ユニットについて、別個のＭＳア
クセス・リクエストをＣＨに与えさせることによって、
Ｃｉベージ転送チャネル制御ワードの実行をサポートす
ること。

５、ページ転送リクエスタより高い優先権を有するリク
エスタによるＭＳアクセスのためＶＣｌＭＳとＰＳとの
間のページ転送を一時的に中断すること。

６、ＰＳとＭＳとの間で、かつ独立データ・バスのいず
れかの方向で実行されるページ転送を制御するため、特
別のチャネル制御ワードを使用できるようにすること。

Ｚ　システム内のＣＰの動作に関して、同期的に又は非
同期的ＫＰＳとＭＳとの間でページ転送を制御するため
、システム効率を選択できるようにすること。

ａ　　！＋１１７）媒体（ｆｌＪ、ｔばＰｓ、ＭＳ、　
及びＩ１０装置）の間で転送を制御するため、単一のチ
ャネル・プログラムを使用できるようにすること。

９　単一のチャネル・プログラムによってＰＳとＩ１０
装置との間でデータ転送を制御するため、ＰＳｌＭＳ、
及びＩ１０装置を含み、かつ専用のハードウェアを必要
としない単一プロセッサ・システム又ハ多重プロセッサ
・システムを提供すること。

１０、ＣＨプログラミングを開始するＣＰのために１８
ＣＰオーバヘツドを顕著に減少させる単一のチャネル・
プログラムを三媒体転送に使用できるようにすること。

（先行技術による二媒体ＣＨプログラミングは、２つの
非同期的ＣＨプログラムを必要とした。それらのプログ
ラムの各々は２つの媒体（例えばＰＳとＭＳ、又はＭＳ
とＩ１０装置）の間のデータ転送を制御する。

２つのＣＩ（プログラムはそれぞれのＳＣＰオーバヘッ
ドを必要とする。不発明によって使用可能となる単一の
三媒体ＣＨプログラムは、２つのＣＨプログラムによっ
て実行される機能と同一の機能を実行することができる
。）１１．１つ又はそれ以上のページを含む任意のページ・
セットがＣＰ又ＵＣＨの制御の下でＰｓとＭＳとの間で
転送されるように、システム内のＳＣＰが選択できるよ
うにすること。

１２、転送がＣＰＫよって同期的に制御されるようＫＳ
ＣＰページ不在決定ルーチンを走らせ、かつ転送がＣＨ
Ｋよって非同期的に制御されるようＫＳＣＰページ・セ
ット・スワップ決定ルーチンを走らせること此よって、
ＰｓとＭＳとの間のページ転送に−するＳｃＰオーバヘ
ッドを減少すること。　　　′ １３、ＭＳと２８０間のページ・セットの転送が、ＣＰ
Ｋよって同期的に制御されるべきでるるか、又はＣＨに
よって非同期的に制御されるべきでるるかを決定する丸
め、データ処理システム中のＳＣＰがページ・セット中
のページ数を効率基準として使用できるようにすること
。

不発明は、ランダム・アクセス・ページ記憶装、　　置
＜ｐｓ）と主記憶装置（ＭＳ）との間で独立したデータ
・バス通路を有するデータ処理システムとして実現でれ
る。ここで独立したデータ・バス通路は、チャネル（Ｃ
Ｈ）又は中央プロセッサ（ＣＰ）を通過しない。独立デ
ータ・バス上のページ・データ転送１ｄ、（ｔ）ＣＨＫ
よってＣＰ命令ストリームから４立して非同期的に制御
でれるか又は（２）ＣＰによってＣＨ動作から独立して
同期的に制御されることができる。しかし、高い優先順
位のりクエスタ（例えば、他のＣＰ又ＦｉＣＨ）がＭＳ
へアクセスする時、独立バス上のページ転送における割
込みが許される。

新規なＣＰ命令は、ＣＰが独立データ・バス上でいずれ
の方向でもページ転送を同期的に制御できるようにする
。

更に、独立データ・バス上のページ転送をチャネル・プ
ロセッサによって制御きせるため、新規なページ記憶チ
ャネル指令ワード（ＣＣＶ）が使用可能でるる。独立デ
ータ・バス上でページ転送を実行するため、特別のペー
ジ記憶ＣＣＷがスター）Ｉｌｏ（ＳＩＯ）又はスタート
・サブチャネル（ＳＳＣＨ）命令によって開始される時
、特別の情報がチャネル・アドレス・ワード（ＣＡＷ）
の成るフィールドに入れられて、ページ記憶装置が使用
されていることを衣示する。

ＣＡＷがページ記憶装置を指定している間、Ｓ■０又ｔ
ｌｓｓｃＨでＩ１０装置を指定することによって、工１
０装置ＣＣＷ及びページ記憶装置ＣＣＷの双方を同一の
チャネル・プログラムに介在させることができる。それ
によって主記憶装置を介してＩ１０装置とページ記憶装
置との間で、ページ転送が実行される。このようにして
単一ゐチャネル・プログラムにより、３つの媒体に関連
する転送を制御することができる。ページ記憶装置は主
記憶装置の延長として使用されるか、又はシフステムに
おける記憶装置の階層レベルとして使用されてよい。い
ずれの場合にも、三媒体チャネル、プログラミングによ
り、システム効率が改善′される。

本発明の実施態様第１図は本発明を組込んだ単一プロセッサ・システムの
ブロック図を示す。

システム・コントローラ１１はページ記憶コントローラ
（ＰＳＣ）１２、主記憶コントローラ（ＭＳＣ）１５、
中央プロセッサ（ＣＰ）１４、チャネル・プロ七゛ツサ
（ＣＨ）１６から７（スを接続きれるシステムの中心で
るる。ＰＳＣ１２Ｕページ記憶アレイ（ＰＳＡ）１７中
のデータにアクセスし、ＭＳ０１３は主記憶アレイ（Ｍ
ＳＡ）１Ｂ中のデータにアクセスし、チャネル・プロセ
ッサ１６はＩ１０装置１９Ａ−１９Ｎのデータにアクセ
スする。ページ記憶装置（ＰＳ）ｆｌＰｓｃ１２とＰＳ
Ａ１７を含み、主記憶装置（ＭＳ）ｔ１ＭｓＣ１３とＭ
ＳＡｌ　８とを含む。

双方向性のデータ・バス２６がＭＳＣ１３とＰ４Ｏ１０
との間で接続される。このＩ（スｈ、ｐｓとＭＳとの間
で直接にページを転送する独立ページ・データ・バスで
るる。バス２６上のページ転送はい制御バス２３又は２
４を転送される制御信号に基きＣＰ１４又ｒｉＣＨ１６
のいずれかによって制御される。ＰＳのページ・アドレ
スｑ１．Ｍ　Ｓ制御バスを介してＳＣからＭＳＣへ、次
いでＭ、Ｓ／　Ｐ　Ｓ　ｆ−タ・バスを介してＭＳＣか
らＰＳへ送られる。グー）　１３Ａｔ！、ＭＳ制御バス
上の制御信号によって能動化される。それによって、Ｍ
Ｓ制御バス上のページ・アドレスがＭＳ／ＰＳデータ・
バス２６″へ接続されると共Ｈ，ｐｓページ・アドレス
がＰＳＣへ与えられていることを示すため、ＭＳ／ＰＳ
制御線２７が能動化される。ページ・アドレスがＰＳへ
送られペニジ転送が開始された後、ページ中の他の全て
のアクセス・アドレス（−えば、ライン・アドレス）Ｆ
ｉ、ＰＳ中で内部的に発生されるので、ＭＳ／ＰＳデー
タ・バスを介して通される必要Ｆｉない。

ＭＳＨ通常の態様で動作しくゲート１３Ａ及びコントロ
ール１３Ｂの動作を除いて）、ＭＳが単位データ（例え
ば、１２８バイトのライン）Ｋアクセスする前Ｋ、ＳＣ
から通常のコントロール１３Ｃへ与、見られる指令を必
要とする。従って、ＳＣ指令のライン・アドレスは通常
の態様でＭＳへ転送され、５Ｃ４ｄ、複数のリクエスト
が同時になされた場合、それぞれのライン・リクエスト
指令じついて、優先順位決定を行うことができる。かく
で、ＭＳでアクセスでれるべき各ライン・アドレスは、
ＭＳ制御バス２１上をＭＳへ転送される。

ＭＳアクセスがなされる度に、独立の優先順位決定がＳ
ＣＫよってなされ、所与の一時点で最高優先順位のりク
エスタがＭＳアクセスを許されるようドするため、それ
ぞれのＭＳ／ＰＳライン転送は、コントロール１３Ｂを
介してＳＣによりＭＳ優先権を決定される。その結果、
ページ・ラインが転送される時、ＭＳ／ＰＳ転送りクエ
スタよりも高いＭＳ優先順位のリクエストを行っている
リクエスタかめれば、ＭＳ／ＰＳ転送は、ＭＳ／ＰＳ転
送りクエスタがＭＳ優先権を獲得するまで、コントロー
ル１３ＢＫよシ体止されなければならない。

ページ転送の間、各ＭＳライン・アクセスに、ついて独
立のＳＣ優先順位決定を行うため、ＳＣは独立データ・
バス上の各ライン転送について通知を受け、同時ＥＭＳ
ｖＣアクセスしないようにする。

ＭＳプレイには一時に１つのＭＳアクセスのみが許され
るからである。

実施例において、ＭＳへのＳＣ指令は、リクエスタ（即
ちＣＰ又＃：ｔｃｋ）指令に応答して発生される。従つ
ソ、ラインがＭＳ／ＰＳ／＜ス上をめる方向へ転送され
た後、次のラインをリクエストし又はページ転送が完了
したことを示すため、ＰＳからページ転送リクエスタへ
信号が送られる。ＰＳの次のラインのリクエストに応答
して、ページ転送リクエスタはＳＣへ次のラインの転送
指令を送る。この指令がＳＣド存在する他のＭＳリクエ
ストと競合し、それがＳＣＫよってＭＳ優先権を与えら
れた時、ＭＳアクセスがなされる。

更に、このページ・ライン転送指令Ｆｉｐｓへ送られる
。それｆｌ、ＭＳ優先権がリクエストされたこと、従っ
て現在アドレスしつつあるラインにアクセスしなければ
ならないことをＰｓへ知らせる。

ＭＳ／ＰＳデータ・バスは双方°向性バスとして設計さ
れてよい。このバスは一時にいずれかの方向へサプライ
ン単位（例えばダブル・ワード又は４ワード）を転送す
るように設計でれる（ラインごとＶＣ１６個のダブル・
ワード又は８個の４ワード）。ＰＳアクセス・タイムは
ＭＳアクセス・タイムト異っていてよく、ライン・アク
セス指令ハで、全てのページ・データの転送を保証する
ため、ＰＳ及びＭＳ間のバス上で何らかのバッフ了リン
グが必要となるかも知れない。

第１′図において、ＣＰ１４と５Ｃ１１との間又ｆｌｃ
Ｈ１６とＳＣ１１との間にデータ・、バスハ示されてい
ない。そのようなデータ・バスが、本発明によって使用
されることはない。しかし、現実的には、ＣＰ及びＣＨ
のデータ・バスは、不発明と直接の関連を有しない理由
のためにシステム中に存在している。

更に本発明に、第２図に示されるような多重プロセッサ
構成にも応用することができる。この多重フロセッサ構
成は、システム・コントローラＳＣＯ及びＳＣ１、ペー
ジ記憶装置ｐｓｏ及びｐｓｌ、主記憶装置ＭＳＯ及びＭ
Ｓｌを有し、これらは第１図に示されるような態様でシ
ステム・コントローラへ接続される。即ち、ＰＳＯ及び
ＭＳＯＨＭＳ／ＰＳデータ・バスＯＫよって接続され、
ＰＳｌ及びＭＳ１ｔｉＭＳ／Ｐ８データ・バス１によっ
て接続される。更に、各ＳＣは、複数の中央プロセッサ
（ＣＰ）及び入出力チャネル・プロセッサ（ＣＨ）へ直
接に接続式れる。かくて、ＳＣＯは直接ＫＣＰＯ１ＣＰ
２、ＣＨＯへ接続され、ＳＣ１は直接ＫＣＰＩ、ＣＰ３
、ＣＨｌへ接続される。ＳＣＯ及びＳＣ１は、米国特許
出願第２０５５００号に説明される態様で、交差質問バ
ス３１によって接続される。

２つのｐｓｃｐｓｏ及びＰＳｌ　）は、いずれかのＰ’
ＳＫ記憶されるページをＭＳ　（ＭＳＯ又ｆ１Ｍ８１）
Ｋ関して転送するため、バス３２によって相互に接続さ
れる。かくて、システム中ＯＣＰ又。

ｔｌｃＨがＰｓ（ＰｓＯ及びＰＳｌ）（’中ｒ記憶され
たページをアクセスし共用できるようにすふ１め、ＰＳ
Ａ（ＰＳＡＯ又はＰＳＡｌ　）は、他方のＰＳＣ（ＰＳ
ＣＩ又はｐｓｃｏ）によってアクセスされることができ
る。

以下図面を参照して説明する場合Ｋ、ＳＣ，Ｐｓ、　Ｍ
ｓＸＣＰ、ＣＭをそれぞれｓｃｏ、ｐｓｏ、ＭＳＯｌｃ
ｐｏ、ＣＨＯで代表させ、それらを中心に説明する。

Ｐａ／ＭＳデータ・バス第６図は第１図及び第２図に示される５ＣＶｃ設けられ
た制御部の詳細を示す。この制御部ハ、ＳＣへ接続きれ
たＣＰ又ＦｉＣＨの制御の下で独立ページ転送バスを介
するページ転送を制御する。

更に第６図は、ＣＰ及びＣＨをＳＣへ接続する制御バス
のＳＣインターフェイスを示す。ＣＰ指令コントロフル
ロ１は、ＣＰとの間の制御バスへ接続される。同様に、
チャネル指令コントロール６２はコントロール６１と同
様なものでるり、ＣＨへ接続された制御バスへ接続され
る。

ＭＳアクセスの各リクエスタ（即ち、ＣＰ及びＣＨ）は
、ＭＳ優先権回路６４へ接続されるリクエスト信号線（
６１Ｂ、６２Ｂなど）を有する。

優先権回路６４Ｆｉ、同時的リクエスタのいずれが、所
与の時点でＳＣからＭＳへ指令を送ることができるかを
決定する。例えば、優先権がＣＰＯへ与えられた時、線
６４Ａが能動化され、これは指令動作レジスタ７１を条
件づけて、ＣＰＯからの指令動作コードを受取らせる。

同様に、優先権がＣＨＩＪクエストへ与えられた時、線
６４Ｎが能動化され、これはチャネル指令コントロール
６２にるる同様の回路を条件づけて、Ｃ，Ｉ（がらの指
令動作コードを受取らせる。

レジスタ７１に６るＣＰ指令動作コード（例えばページ
イン、ページアウト）ハ線６１Ｆ上に出力される。同様
に、コントロール６２で受取られたＣＨ指令動作コード
は、ＣＨ指令が受・入れられた時線６２Ｆへ出力される
。ＯＲ回路６５はそれぞれの受入れられた動作コードを
指令動作検出器８０へ通す。検出器８０は、ページング
指令のために、線８０Ｂの上にＰＳ指令信号を発生し、
かつ指令方向線８０Ａの上に方向信号（ＭＳページイン
又はＭ８ぺ〒シアウド）を発生する。

更に、リクエスタ識別エンコーダ６３はどのＣＰ又はＣ
Ｈから指令が受取られたかを認識し、リクエストが優先
権回路６４ｒｃよって受取られた時、指令を発生したＣ
Ｐ又はＣＨを示す識別情報を線６３Ａ上に発生する。

ＰＳ指令がＭＳ優先権回路６４Ｖｃよって受入れられた
時、指令受入信号が線６９Ａ上を第７図のＰＳＣへ与え
られる。受入信号は＾ＮＤゲート８０Ｃ（第７図）を能
動化するが、それＵＡＮＤゲート８０Ｃが指令動作検出
器８０から線８０Ｂ上のＰＳ指令信号を受取る時である
。それによってＰＳＣ中の指令受入トリガ８１がセット
され、ＰＳＣはＭ　Ｓ／Ｐ　Ｓ転送指令が出されえこと
を認識する。

ＳＣによって受入れられｆｃｃｐ又ＩＩ′ｉＣＨからの
最初のページ転送指令は、線６ＩＣ上のＰＳページ・ア
ドレスを含む。ＰＳページ・アドレスｆ１ＭＳ指令の一
部としてＭＳへＯＲ回路６６を介して送られる。ＰＳペ
ージ・アドレスは、線６６ＡからＯＲ回路７０を介して
、データ・バス２６中のｍｓデータ線へ与えられ、ＰＳ
指令線８０Ｂ上の信号は、制御線２７へ与えられる。線
８０Ｂ上の信号は、データ・バス２６がＰＳベージ・ア
ドレスを含んでいることをＭＳへ知らせる。ＰＳページ
・アドレスはデータ・バス２６ヘゲートされるが、制御
線２７は、ＭＳＣがＰＳベージ・了ドレスを受取りつつ
るることをＰＳＣへ知らせる。最初のＰＳページ・アド
レスは、その時ＰＳかアクセスしかつ転送されるページ
の最初のライン・アドレスでるる。

ページ転送のためのＭＳｖＩ一対する最初の指令は、Ｐ
Ｓベージ・アドレスを含むのみならず、通常の信号（即
ち、アクセスでれるべきＭＳアドレス〕を含む。このア
ドレスは、転送されΣページの第１ラインのＭＳアレイ
・アドレスでるる。ＭＳ制御パス中の制御線は、ＭＳデ
ータ・バス上のアドレスがＰＳページ・了ドレスでるる
かＭＳライン　　　□・アドレスであるかを識別するた
め能動化される。

以下に続（ＭＳへの指令Ｈ’ＭＳライン・アドレスのみ
を含む。ＰＳベージ・アドレスを有する最初の指令の後
では、全ての後続するＰＳライン・アドレスは内部的に
発生され、ＭＳデータ・バスを介する転送を必要としな
い。

ページイン又はページアウト指令が８０匹よって受入れ
られたかどうかは、第７図のＰＳＣＫよって決定でれる
。それＵＡＮＤゲート８５及び９８が指令受入トリガ８
１及びオールゼロ検出器９９からの出力によって能動化
された時でるる。オールゼロ検出器９９は、転送される
べきページの第１ラインについてカウンタ８７からゼロ
ライン・アドレスを受取る。ＡＮＤゲート９８は第８図
のＡＮＤゲートｔｓ８（０）からｐｓページ・アドレス
ヲ受取る。ＰＳページ・アドレスは、制御線２７上の信
号によって、第８図のＡＮＤゲート１５８（０）及び１
３８　（１）を通される。制御線２７上の信号は、ＰＳ
ページ・アドレスがチーターバス２６上に存在している
ことを示すため、ＭＳを介してＳＣから与えられる。

ＡＮＤゲート９８は線１３８Ａ上のｐｓページ・アドレ
スをページ・アドレス・レジスタ８２上のビット位置０
−３１へ通す。ページ・アドレス・レジスタ８２は、第
６図のＯＲ回路６６Ｖｃよってデータ・バス２６へ与え
られつりろるＰＳページ・アドレスを受取るちページ転
送開始時におけるカラ／り８７の最初のゼロ状態は、レ
ジスタ８２のビット位置３２−３６へゲートでれる。

更に、第７図のＰＳＣ制御部によって最初の指令が受取
られると、ＡＮＤゲート８５が能動化されて、リクエス
タ識別コードが線６３Ａからりクエスタ識別レジスタ８
６へ通１れる。

次に、レジスタ８２のビット位置０−３６は、リフ１料
された６Ｔ′の最初のライフを７ド′スするため、第９
図のＰＳＡへ出力される。リクエストでれたページ［、
Ｐ８Ａフェッチ・データ・バス１３６Ａ又ｔｊＰｓＡ記
憶データ・）？スフ３フＡを介して一時に４ワード（Ｑ
Ｗ）を転送するようにアクセスされる。

ＱＷのデータがＰＳＡからフェッチされる前のサイクル
、又ＵＱＷがＰＳＡへ記憶される同じサイクルで、ＰＳ
Ａから出る線９１上でＱＷ前進信号が能動化されて、カ
ウンタ８７（第７図）を増加させる。

アクセスされたライン中のダブル・ワード（ＤＷ）はデ
ータ・バス２６とＭＳｏ　１３との間で転送され（第１
図、第８図）、指令動作検出器８０（第６図）からの制
御信号はＭＳＣを通って制御線２７（第１図）へ転送さ
れる。この信号は、ＭＳがデータ・バス２６上でライン
転送を行うためライン・アクセスを実行している場合の
ＰＳＣＫ対する前進信号でるる。

第８図において、制御線２８上の前進信号はダブル・ワ
ード（８バイト）レジスター５１を条件１１）づけ、第７図のｐｓｃＳＣ制御部受取られた方向信号（
ＭＳ／ＰＳ線８８Ｂ又ｄＰｓ／ＭＳ線８８Ｃ）に従って
、次のサイクルでライン中の次のＤＷを送信又は受信す
る。

更Ｋ、ＰＳＡＫＳるＱＷのために１カウンタ８７（第７
図）Ｆｉ方向制御回路８８へＱＷ増加信号（線８７Ｄ）
を与える。方向制御回路８８はＱＷレジスタ・ゲート信
号（線８８Ａ）を第８　図ｏ　ｐＳＣデ〒り・バス部へ
出力し、ＱＷレジスタ１３３（１６バイトを含む）Ｋお
けるＱＷの移動及びライン・バッフ了１３２（１２８バ
イトを含む）−を制御する。

ラインの最後のＱＷがＰＳＣＫよってアクセスされた時
、カウンタ８７１１ライン増加信号（線８７Ａ）を出力
する。それは、ページ転送命令を実行しているＣＰ又＃
Ｊｉ、ＣＨＫよって、次のライン指令が発生されるよう
要求するためでるる。このため、カウンタ８７から出る
ライン増加信号は、ＳＣへ至るＰＳ応答タグ線８３Ａ上
に次のライン信号を出力するため、ＡＮＤゲート８６を
能動化し、ＳＣへ次のライン・コードを出力するため、
ＰＳ指令エンコーダ８４を能動化し、ＳＣへ現在のりク
エスタを知らせるため、リクエスタ識別レジメタ８６を
能動化する。

第６図において、ＳＣ制御部が線８３Ａ上のライン増加
信号を受取った時、それは、ＡＮＤゲート６７を介して
、線８６Ａ上のりクエスタ識別情報を応答選択でコーダ
６９へ通させる。応答選択デコーダ６９は、そのリクエ
スタに対する応答線を能動化する。例えば、線６９Ａが
能動化されると、ゲート７４は線８４Ａ上のＰＳ応答指
令を制御バス中の線６１Ｆへ通す。線６ｆｌｔＣＰへ接
続されており、上記ＰＳ応答指令は、−次のライン転送
のリクエストをＳＣへ与えるようＣＰへ命する。

最初のライン・アクセスの後、ＭＳＫおけるそれぞれの
後続するページ・データのライン・アクセスは、リクエ
スタによって受取られたＰＳ指令中の２イン増加信号（
例えば、第５図において、ＳＣから来る線６１Ｅ上のＰ
Ｓ指令）Ｋ応答して生じる。第５図において、リクエス
タＣＰは、加算器１１７へ与えられるライン増加信号を
能動化するため、ＳＣ指令デコーダ１１５中でライン増
加コードをデコードする。加算器１１７は、ライン・サ
イズ・レジスタ１１８からのライン・サイズをＭＳアド
レス・レジスタ１１３にるる現在のＭＳアドレスへ加算
することによって、次のＭＳライン・アドレスを発生す
る。加算器は、ＳＣ制御部へ至る線６１Ｄ上に、次のＭ
Ｓライン・アドレスを出力する。更に、加算器出力は、
ＭＳアドレス・レジスタ１１３ヘセツトされる。

第４図において、リクエスタＣＨがＳＣ指令デコーダ２
１５でライン増加信号をデコードし、かつレジスタ２１
１中のＭＳアドレス（３２ビツト）とライン・サイズ・
レジスタ２１８を使用して、加算器２１７で次のＭＳラ
イン・アドレスを発生する時、同様の動作が起る。

ＳＣ制御部において（第６図、線６ＩＤ上の次のＭＳラ
イン・アドレスはＡＮＤゲート７３を通る（線６２ＤＫ
ついても同じ）。指令リクエストが優先権回路６４によ
って受入れられた後、ＭＳライン・アドレスはゲート７
３からＭＳＣへ送られる。このＭＳＣｔｉアドレスでれ
たＭＳＡ中のラインにアクセスする。ラインのアドレシ
ングはダブル・ワードずつなされ、データ・バス２°６
を介して各ラインを転送するため、１６個のダブル・ワ
ードの転送が起る。ＭＳＣの詳細は・示されていない。

何故ならば、それは先行技術の教示に従い構成すること
ができるからでるる。例えば、ＭＳＣは米国特許出願第
９７３４６６号に示されるように構成することができる
。ＰＳ及びＭＳは同一の技術に従って構成することがで
きる。更にそれらは、データへ迅速にアクセスするため
、ＭＳアクセス単位で中断可能でるることを可能にする
異った技術を用いて構成することができる。

ＭＳｆｌ、単一の双方向性データ・バスを有して、もよ
く、またサブページ単位（例えばダブル・ワード）をフ
ェッチしたり記憶したシする２つの単方向性データ・バ
スを有してもよい。これらデータ・バスの構成は、全て
先行技術で知られている。

ＭＳ制御バス２１（第１図）Ｆｉ、ＭＳからｐｓへＰＳ
ページ・アドレスを転送するため、ＭＳＣ中のバス転送
グー）Ｋより、データ・バス２６及び制御線へ接続され
る。

従って、独立データ・バスにおけるページ転送の連続性
及び速度は、応答しているＣＰ又はＣＨ及び他のりクエ
スタ（他のＣＰ又１ｃＨ）からなされるＭＳアクセスの
競合性によって決定される。

第２図に示されるバス６２は、ｓｃｏ又Ｆｉｓｃ１のい
ずれかへ接続されｆｃｃｐをして、ｐ、ｓｏ又ｆｌＰｓ
ＩＫｉるページへアクセスすることを許す。

更に、これはシステム中の全体的なＰＳ　（ＰＳＯとＰ
Ｓｌを含む）の大きざの増大を許す。

第７図において、ＰＳＣＳＣハウエアをＰＳＣＯ又Ｆｉ
ＰＳＣＩＫすることは、初期マイクロプログラム・ロー
ド（ＩＭＰＬ）Ｋよってなされる。ＩＭＰＬは、割当ト
リガ９１を、ｐｓｃｏとするためロヘセットし、ＰＳｏ
ｌとするため１ヘセツトスル。ＰＳＡＯは、ページ・ア
ドレス０からページ・アドレス（ｎ−’ｌ）までを割当
てられ、ＰＳＡｌは、ページ・アドレスｎからページ・
アドレスｋまでを割当てられる。アドレスの分割は、Ｐ
Ｓページ・アドレスのビット位置（例えば、レジスタ８
２におけるビット位置０）Ｋよって決定される。

このビット位置は、比較器９２によって割当トリガ９１
のセット値と比較される。Ｐｓｃハードウェアをｐｓｃ
ｏとするため、トリガ９１がゼロへセットサれた時、比
較器９２は、ＰｓＡｏのページ・アドレスについて０を
出力し、ＰＳ、Ａ１のべ一し・アドレスについて１を出
力する。これらの信号はｐｓｃｏｇついて線９２Ａへ与
えられ、ＰＳＣ１１：ついて線９２Ｂへ与えられる。

ｃｐからのページ転送命令、又ｔｉｓｃｏへ接続でれた
ＣＨからのページ転送ＣＣＷは、そのＰｓページ・アド
レスを、第８図のＡＮＤゲート１３８（０）又Ｕ　１５
８（１）Ｋ　！ツテ、選択ｇしｓｐ　ｓ　ｃ　。

又はｐｓｃｌへ送るようにされる。次いで、ページ転送
は、選択されたＰＳＣから受取られたゲート信号の制御
の下で、第８図のＰＳＣデータ・バス部で進行する。上
記の選択されたＰＳＣは、局所ＰＳＣ（例えばｐｓｃｏ
）でろっても、遠隔ＰＳＣ（例えばＰＳＣｌ）でめつで
もよい。

もし遠隔ＰＳＣがアクセスされつつめる゛ページ・ア下
レスを有するならば、ページ・データ（ＱＷ）Ｆｉババ
ス２を介して遠隔ＰＳＣへ移動する。

遠隔ＰＳＣＶｉ、局所ゲート信号（例えば第７図のＡＮ
Ｄゲート９７、線８２　Ａ、　８２　Ｂ、　８８　Ａ。

８８Ｂ、８８Ｃの組合せを使用して年じた信号）の制御
の下でページ・データへアクセスする。

局所ＰＳＣがバス３２１に介して遠隔ＰＳＣからページ
・データを受取っている時、局所ｐｓｃＦｉ局所ＭＳ／
ＰＳデータ・バスを介して関連したＭＳとの間でページ
・データを転送しつつろる。

ＭＳ／ＰＳデータ・バスの制御これまで説明した独立データ・ノ（スの動作は、ページ
転送をリクエストしているＣＰの命令ストリームに関し
て、同期的又は非同期的になされてよい。

同期的転送はページアウト命令又はページイン命令を実
行しているＣＰＫよって制御され右。そのＣＰＦｉ、ペ
ージ転送が完了するまで（命令実行が完了するまで）、
他の活動を実行しない。

非同期的転送は、チャネル・プログラムによシＭＳ及び
２８間のページ・セット転送を制御するため、スター）
Ｉ、１０命令を発生するＣＰＫよって開始される。ＣＰ
がＳＩＱ命令を実行するや否や、そのＣＰｔｌ１、ＰＳ
／ＭＳページ転送動作を制御するため、ＣＨがチャネル
・プログラムを実行している時間と同じ時間に、他の命
令（例えばデイスパ′ツチされた他のプログラム命令）
を実行することによって、動作を続けることができる。

同期的制御の実施例同期的ｃｐ制御の実施例が第５図、第１３図、第１４図
に示される。第５図は第１図又は第２図のＣＰを示す。

ｃｐａ、通常の如く構成された命令デコーディング・ユ
ニット、汎用レジスタ（ＧＲ）、命令実行ユニット、キ
ャッシュ、記憶コントロールなどを含んでいてよい。第
５図ｒｃＦｉ、本発明と関連のめる構成部分のみが示さ
れる。　′ＣＰは、第１３図又は第１４図に示されるよ
うな形式のページイン命令又はページアウト命令を実行
する。これらの命令は、その命令ストリームから第５図
に示される現命令レジスタ１０１へ受取られる。レジス
タ１０１のビット０−１５Ｋｌる動作コードは、命令デ
コーダ１０２でデコードされる命令形式を限定する。命
令中にめるＲ１及びＲ２７（−ル）’Ｕ、ＣＰＯＣＲ７
レイ１０３にめる１６個のＧＲのうち任意の２個をアド
レスするため、デコーダ１０２によって使用される。Ｒ
ｌｒｃより指定されるＧＲは、ページ転送のためにアク
セスされルページ・フレームのＰＳアドレス（ＰＳペー
ジ・アドレス）を含む。Ｒ２により指定されるＧＲは、
ページ転送のためにアクセスでれるページ・フレームの
ＭＳアドレスを含む。Ｒ１及びＲ２によって指定される
Ｇ　　Ｒｌｉ、先行する命令によって、ＭＳ、７″ドレ
ス及びＰＳアドレスを前もってロードされている°。

命令がデコーダ１０２によってデコードされた時、命令
の動作コードが指令レジスタ１０６ヘセツトてれ、かつ
指令リクエスト・トリガ１０７がセットされ・る。レジ
スタ１０６及びトリガ１０７は、出力信号を゛それぞれ
線６１Ａ及び６１Ｂを介して第６図のＳＣ制御部へ送る
。命令の第１実行（Ｅ）サイクルで、ＧＲめｐｓアドレ
スはＡＮＤゲート１１２ｖＣよって線６１Ｃへ出力サレ
、ＧＲのＭＳアドレスは、ＡＮＤケート１１１を介して
ＭＳアドレス・レジスタ１１３へ出力される。

ページのＰＳロケーションを表わすＰＳアドレスａ、ｐ
ｓｉおける物理的なページ・フレーム・アドレスでるる
必要はない。例えば、ＰＳページ番号が、ｐｓＫ：ｉけ
るページ・フレーム・アドレスと無関係ＫＰＳ中の要求
でれたページへ割当てられてよい。ページ・フレーム・
アト↓スハ、ＰＳを形成する記憶チップ及びモジュール
の物理的再構成を許すため、後にページへ割当てられて
よい。このため、マイクロコード・プログラム（即ち、
マイクロプログラム）　ｉ　１４１１、指令レジスタ１
０６Ｋｌるページイン命令又はページアウト命令の動作
コードによって起動される。マイクロプログラム１１４
は、ＰＳアドレスがＰＳページ番号へ割当てられた主記
憶装置の領域でＧＲＫａ３゛　るＰＳページ番号をテー
ブルの探索引数として使用する。探索引数に対応するＰ
ＳアドレスＩｆｉＣＰへ戻され、ＣＰ指令は線６ＩＣ上
のＰＳアドレスをＳＣへ与える。ＳＣは、ＰＳＶｃおけ
るページ・アクセスを制御するため、ＰＳアト、レスを
ＰＳへ送る。

ページ・アクセスは、ＣＰ指令が出された時に始まる。

それは転送でれるべきページの最初のラインをアドレス
する。データの各ラインは、第６図に示されるシステム
・コントロニラの制御によりＭ　Ｓ／Ｐ　Ｓデータ・バ
ス上を転送される。ＰＳＣデータ・バス部は・第８図に
示され、命令によって要求される方向へ（即ち、ページ
アラ”）ｔｉ’Ｍ８１＞−らＰＳヘページインはＰＳか
らＭＳへ）データを転送する。それは、ＭＳについては
ＤＷ前進信号の制御の下で行われ、ＰＳＶｃ′）かてＩ
ｆｉＱＷ前進信号の制御の下で行われる。

リクエストを発生したＣＰＦｉ、ページのためにＭＳ中
でアクセスされる次のラインについてＭＳアドレスを発
生するため、ＰＳライン増加信号を使用する。ＰＳ中で
アクセスされる各ラインのＰＳアドレスは、カウンタ８
７（第７図）ＫよってＰＳＣの中で内部的に発生される
。ＣＰは線６１Ｃを介してＰＳアドレスをＭＳへ送る。

ＣＰが次のＭＳライン・アドレスを発生する方法ハ、Ｓ
Ｃから線６１Ｅを介して受取られたｐｓ応答指令に応答
するどとによって行われる。この応答指令が生じるのは
、ＰＳＣがそのＰＳ応答指令線８４Ａを能動化し、ＣＰ
ＶＣ対する応答選択線６６９Ａがアップｔζなった時で
るる。線６６９Ａは、指令エンコーダ８４（第７図）か
らのライン増加コードを、線６１Ｅを介してＣＰヘゲー
トする。線６１Ｅ上のｐｓ応答指令ｈｃｐのデコーダ１
１５（第５図）Ｋよってデコードされる。デコニダ１１
５において、ライン増加コードは加算器１１７へ至るラ
イン増加線１１６を能動化する。加電器１１７＃′ｉ、
次のＭＳライン・アドレスを発生するため、レジスタ１
１１０）る現在のＭＳアドレスをレジスタ１１８から得
られたライン・サイズへ加算する。次のＭＳライン・ア
ドレスは、新しいＭＳライン・アドレスとしてレジスタ
１１３ヘロードされ、線６１Ｄを介してＳＣへ転送され
ＯＲ回路６８を介してＭＳへ転送式れる。

ＭＳライン・アドレスは、カウンタ８７（第７図）から
得られたライン増加信号に応答して、ＣＰＫよって発生
され続ける。カウンタ８７Ｆｉ、ＰＳとＭＳとの間でｌ
）Ｗ／ＱＷ転送関係を同期化する。ｐｓｃ＜第７図）ｒ
ｃ６る方向制御回路８８Ｆｉ、第８図のＰＳＣデータ・
バス部ヘゲートされる信号の順序を制御するため、ＳＣ
から線８０Ａ、を介して指令方向信号を受取る（指令動
作コードから得られる）。方向制御回路８８Ｆｉライン
・ノ（ソファ１３２Ｇ第８図）のアウトゲーティング及
びインゲーティングを制御する。それＦｉｐｓとＭＳと
。

の間のデータ移動を維持するため、バッファのアラトゲ
−ティレグが少なくとも１ＱＷだけインゲーティングに
遅れるようにするためでめる。

カウンタ８７がページ・カウントをオー７５７０−する
時、ページ完了信号がカウンタ８７によって出力される
。ページ完了信号は線８７Ｂを介して指金エンコーダ８
７！へ与えられる。それによって指令エンコーダ８４Ｆ
ｉペゴジ完了コードを発生し、このコードａ、ｐｓ指令
としてＰＳ応答指令線８４Ａ、ＳＣ（第６図）を介して
線６１Ｅ上へ送られる。ＰＳ指令ＦｉｃＰ（第５図）中
のデコーダ１１５によってデコードされる。デコーダ１
１５Ｆｉ、終了動作信号を能動化し、条件コードをセッ
トし、ＣＰをして次の命令を発生式せる。

非同期的制御の実施例第３図及び第４図に示でれるチャネル・プロセッサ（Ｃ
Ｈ）は、ＣＰの代月ζＭＳ／ＰＳページ転送を劃−する
ことができる。それによってＣＰｅ’ｉ、ＣＨ制御のペ
ージ転送の間に、他の作業を実行すべく解放でれる。第
３図に示されるデータ・フローは、本質的に通常のチャ
ネル・プロセッサ（例えばＩＢＭ２，８８０チヤネル）
と同じものであり、連署のチャネル・／Ｓ−トウーエア
の全てが第３図に含まれているものと仮定する。それら
は番号２２１から２２８までにより、て表わ吾れる。

第３図における新規なハードウェアは、番号２１１及び
２１２によって宍わされる。第４図は、要求されるチャ
ネル動作を実行するための新規なハードウェアの相互接
続を表わす。第１５図、第１６図、第１７図に示される
新規なチャネル制御７−）−（ＣＣＷ）は、第４図に示
されるハードウェアを制御する。第１５図はページイン
準備（ＰｐＩ）ＣＣＷ１Ｍ１６図は、ページアウト準備
（ｐｐｏ）ｃｃｗ、第１７図はページ・コピー（Ｃｐｃ
）ｃｃｗを示す。

各ページ転送を制御するため、２つのＣＣＷがチャネル
・プログラム中で必要でるる。最初のＣＣＷＦｉ、要求
される転送方向に従ってＰＰＯ又はＰＰＩのいずれかで
ｉ、ａ、ｐｓアドレス（ページ記憶アドレス）を含む。

第２のｃｃｗＦｉｃｐＧでめる。ＣＰＧはページのＭＳ
７′ドレス（主記憶アドレス）を含む。理論的ニハ、も
し動作コード、ＰＳアドレス、及びＭＳアドレスが単一
のＣＣＷ中に含まれていれば、２つのＣＣＷではなく、
１つのＣＣＷを使用することが可能でるる。

ＭＳ／ＰＳベージ転送のチャネル・プログラムは、ＳＩ
Ｏ命令を実行するＣＰＫよって、通常の態様で開始され
てよい。ＳＩＯ命令は、工１０装置を限定する必要はな
い。任意的に、ＳＩＯ命令は、第３媒体のため（／（Ｉ
１０装置アドレスを限定してよいが、それはＩ１０装置
アドレスがページ転送のために必要な場合である。実行
中のＳＩＯはチャネル・アドレス・ワード（ＣＡＷ）Ｋ
アクセスする。ＣＡＷ叫、ページ転送を制御するため、
ＭＳＫ６るチャネル・プログラムの最初のＣＣＷをアド
レスする。本発明の使用に当って、ＣＡＷ中に新規なフ
ィールドがＰＳ権限（ＰＳＡＵ）フィールドとして限定
される。ＰＳ権限フィールドａ、ｐｓの使用を認可する
ため、１状態ヘセツトされねばならない。実際には、Ｐ
ＳＡＵフィールドは、転送動作のためＰＳを選択するＰ
Ｓアドレスとして使用でれる。もしＰＳＡＵフィールド
がゼロへセット・てれていれば、チャ、ネル・プログラ
ムはＰＰＩ、ｐｐｏ又はｃｐｃの各ｃｃｗを含むことが
できない。もしこれらのＣＣＷが含まれていれば、チャ
ネル・プログラムは直ちに終了し、０２割込みが生じる
。そして、チャネル・プログラムがＰＳ権限を侵しｆ？
：、ため無効にされたことをシステム・ユーザへ示すコ
ード値がセットサれる。

ＣＡＷがアクセスされる時、レジスタ２１２にめるＰＳ
ＡＵフィールドへ「１」ビットがセットざ些る。これは
ＰＳＫりいてＣｎ動作を条件づけるために使用でれる。

ＰＳＡＵフィールドがＰＳ権限を示す「１」へセットサ
れ、チャネル・プログラムがＰＰＩ又はＰＰＯのＣＣＷ
まで来た時、その動作コードが第４図のレジスタ２１１
ＫｉるＣＣＷ動作コード・フィールド（８ビツト）へセ
ットきれ、ＣＣＷ中のＰＳアドレスがレジスタ２１２０
ＰＳアドレス・フィールド（３２ビツト）へセットでれ
る。ＭＳ及びｐｓ間のページ転送方向は、実行中のＰＰ
Ｏ又はＰＰＩ　　ＣＣＷの動作コードから決定され、そ
れはレジスタ２１２の方向フィールド（１ビツト〕ヘセ
ツトサれる。次いで、ＣＰＧ　ＣＣＷＶｃ６るＭＳアド
レス・フィールドは、レジスタ２１１のＭＳアドレス・
フィールド（３２ピツ））Ｋセットされ、ここでページ
転送が開始される。

動作デコーダ２Ｄ２１ｄ、レジスタ２１１がう動作コー
ドを受取り、レジスタ２１２がら方向及びＰＳ権限を受
取る。第４図において、指令レジスタ２０６及び指令リ
クエスト・トリガ２ｏ７ｔＩ′ｉ、それぞれ第５図のレ
ジスタ１ｏ６及び１０７と同じように働く。更に、第４
図において、ｓｃ指令デコーダ２１５、加算器２１７、
ライン・サイズ・−レジスタ２１８は第５図のｓｃ指令
デコーダ１１５、加算器１１７、ライン・サイズ・レジ
スタ１１８と同じように働く。システムが起動された時
、初期マイクロコード・プログラム・ロード（・ＩＭＰ
Ｌ）動作によって、ライン・サイズ・レジスタ２１８が
マイクロコードによってロードされる。かくて、ＣＰＧ
　ＣＣｗが実行されている時、転送されつつめるページ
にめる各ラインのＭＳアドレスが、ＰＳから受取られた
ライン増加コードに応答して、加算器２１７中で発生さ
れる。発生ぜれたＭＳアドレスは、レジスタ２１１＋７
）ＭＳアドレス・フィールドに置かれる。ＭＳアドレス
はＭＳアドレス・フィールドから線６２Ｄ及びｓｃを介
してＭＳへ送られる。現在のページの終りに達したこと
は、ページ完了コードによって知られる。これは、前に
第７図のＰＳ指令エンコーダ８４に関して説明したこと
と同じである。

第４図において、ＡＮＤゲート２１９に対してページ信
号の終了を知らせるため、ＰＳページ完了コードがＳＣ
指令デコーダ２１５でデコードされる。ＡＮＤゲート２
１９Ｆｉ、レジスタ２２５にめるＣＣＷの指令連鎖フラ
グによって条件づけられる。もし指令連鎖フラグがオン
でめれば、次のＣＣＷを得るため、ＡＮＤゲート２１９
ＩＩ′ｉＣＨパス２２２へ信号を出力する。次ｐＣＣＷ
は、・ｐｓ及びＭＳ間で次のページを転送するためのＣ
ＰＧＣＣＷｒｃよって後続され・たｐｐｘｉはｐｐｏ　
　ｃＣＷでめってよい。このようにして、単一のチャネ
ル・プログラムｉｔ、ｐｓ及びＭＳ間でどの方向に対し
ても、またＰＳ及びＭＳのどのロケーションに対しても
、任意数のページを転送することができる。

指令連鎖フラグをオフにされたＣＣＷが実行でれる時、
ＡＮＤグー）２１９Ｕ能動化されず、その代りにインバ
ータを介して線６２ｚへ転送終了信号が与えられる。こ
の信号は、チャネル・プログラムの終了、及びＰＳ及び
ＭＳ間でページ・セットの転送が終了したことを示す。

本発明を産業界で利用する方法本発明は、ＰＳとＭＳの間でページ転送を制御する第１
０図の新規な方法を含む。

この方法の利点を理解するため、先行技術のシステム制
御プログラムによってページ転送を実行する場合のシス
テム効率を理解することが必要でるる。先行技術のシス
テム制御プログラムの例は、第１１’１ＳＫＫ示ａれる
ＩＢＭ　　Ｏ８／３７０多重仮想記憶（ＭＶＳ）でるる
。先行技術のＭＶＳｆｌ、ｐｓとしてＤＡＳＤを使用し
、かつＭＳとｐｓとの間に設けられたチャネル・データ
・バス上で全ページの転送を制御するため、非同期的チ
ャネル・プログラムを使用する。チャネル制御のページ
転送は、ＭＶＳにおいて２つの異った方法によって開始
されてよい。これらの方法は２つの異った事態に関連し
ている。それらの事態とは次のとおシでるる。（１）記
憶型命令（第１１図では命令にと呼ばれる）Ｋ対する仮
想アドレス変換の間Ｋ、ＭＳ中のページ不在が決定され
たこと。これは変換ページ・テーブルのエントリが無効
でるると決定サレタ時に生゛じる（即ち、無効ビットが
オンにセットされる）。（２）　Ｍ　Ｖ　Ｓのシステム
資源管理プログラム（ＳＲＭ）が、ＭＳ中のページ・セ
ットがＰＳヘスワップアウトされるべきが、又＃：ｔｐ
ｓがらＭＳヘスヮップインされるべきかを決定したとと
（これは、ＣＰ動作の定期的タ、イミング中断の間に生
じる）。

先行技術の非同期的ベージングを示す第１１図において
、事態（１）ＩＩ！ボックス３０１で始マシ、ホックス
３０２で終る。ページ不在はＣ’ＰＫよってリクエスト
されたアドレスの変換中に検出される。

その場合、変換プロセスは、リクエスト嘔れ゛たアドレ
スを有するページｉｋＭｓ中に発見せず、ページｔｌＰ
ＳＥ存在する。

事態（２）は、第１１図においてエントリイ・ポイント
４０１を使用する。工ントリイが生じるのは、ＳＲＭが
、ボックス３０５によって表わされたＭｖｓ中テヘージ
Ｉ１０開始に−ｆン’（’Ｐ　■ＯＩ　Ｒ）へ入るため
、監視プログラム呼出しく　ＳＶＣ）命令を使用した時
でめる。ＰＩＯＩＲヒ、ＳＲＭＫよってリクエストされ
たページング転送を管理するため、ＳＲＭＫよって設定
されたテーブルを探索し、かつ関連したＭＶＳルーチン
（例えば実記憶管理プログラム及び補助記憶管理プログ
ラム）を使用することによって、スワップ・セット中ｒ
ページのＭＳアドレスを発見する。Ｐ　Ｉ　ＯＩ　ＲＵ
ＳＩＯ命令を発生する。ＳＩＯ命令は、ページ・セット
のためＫＰＳとＭＳの間でページ転送を実、行するチャ
ネル・プログラムを開始する。

第１１図で注意すべきは、事態（１）の場合、ＭｖＳペ
ージ不在のプログラミングは、約３０００個のＣＰ命令
を含む大量のＣＰオーバヘッドを必要とすることでるる
。これらのＣＰ命令は、ページ転送を生じさせるチャネ
ル・プログラムの前及び後で実行される。３０００個の
命令は、チャネル・プログラムが実行されている間に実
行されるＣＰ命令を含まない。チャネル・プログラムが
実行されている間、ＣＰは実行を待機している他の作動
可能プログラムを実行するよう指名される。このような
プログラムは、チャネル・プログラムが実行されている
間に実行される。

ページ転送チャネル・プログラムが終了した時、それは
チャネル終了割込信号をＣＰへ送る。ＣＰは、割込まれ
たプログラム（即ち、命令Ｋを有するプログラム又はＳ
ＲＭ２ｐグラムのうちページ転送を生じさせたプログラ
ム）に対する制御ブロック中に作動可能ビットをセット
するため、ＭｖＳ　　Ｉ１０割込処理プログラム（ボッ
クス３０７を使用する。

更に第１１図で注意すべ＠Ｕ、ＳＲＭページ転送のため
の事態（２）　ＫおけるＣＰオーバヘッドは、１つのエ
ントリイ当シ複数ページ（例えば１０ページ）が転送さ
れるので、ベージ当シでは実質的に少なくなることでる
る。事態（２）のオーバヘッド。

・は、ページ当シ約１０００個の命令でるり、１０ペー
ジでは１００００個の命令となる。しかし、ページ・セ
ットが１ページだけであれば、ページ当シオーバヘッド
Ｆ１４０００個の命令へ増加する。

しかし不発明に関連する第１０図の方法は、第１図乃至
第９図に示される新規なハードウェア上で、先行技術の
プログラムを新規な態様で使用する。本発明において、
独立データ通路により、ＰＳとＭＳの間で実行でれるペ
ージ・セットの転送を、同期的に制御するか非同期的に
制御するか選択することができる。

第１０図において、事態（１）のページ不在を処理する
ため、非同期的チャネル・プログラムの代シに、同期的
ＣＰページ転送が使用される。第１０図のプログラム通
路は、染ツクス３１１から３１２へと取られる。同期的
ページ転送通路を使用して、ページ当シ約６００個のＣ
Ｐ命！＃（統計上の平均〕がオーバヘッドとして実行さ
れる。その間、チャネル・プロセッサは使用されず、他
の作業を実行することができる。第１１図では、各ペー
ジ不在を処理するため、３０ｏｏ個の命令がＣＰ実行オ
ーバヘッドとして必要でるる。従って、第１０図の方法
は、第１１図の方法と比較して、同一の機能を実行する
ため（ベージ゛不在を無くすため、ページを転送するこ
と）、５倍も早く動作する（３０００／６００　）。ペ
ージイン命令は第１３図に示される。ベージイン転送れ
るべきページに割当てられたＭＳページ・フレームがＰ
Ｓ中に正確なコピー情報を有するかどうか分らない有効
ページを含んでいる場合（例えばデータの％更、又はデ
ータが前ＫＰＳ中に記ｉれていない場合など〕、ページ
イン転送の前に、第１４図に示されるページアウト命令
が実行でれる。大部分のページ不在動作は、単一のペー
ジイン転送のみを伴う。何故ならば、使用可能なページ
・フレームのバンクがＳＣ２中のページ・スチーリング
・ルーチン（例ｊｉｊＩＢＭ　　ＭＶＳ／１７０ｓＲＭ
プログラム）Ｋよって維持でれるからである。

第１０図におイテ、Ｓ　ＲＭルーｊｙ　４１２７５ＥＰ
ＳとＭＳとの間でページ・セットの転送を開始する事態
（２）において、それはエイトリイ４０１と出口４０２
との間で第１１図の非同期的プログラムを選択する。そ
の理晶は、８１Ｍベージ・セット　□がしばしば多数の
べ、′−Ｊニジ（例えば１ｏを超える）を含むからであ
る。従って、ページ・セットの転送が非同期的に制御で
れる場合、ページ・セッ□ト中のページ数がいくらでろ
うても、実質的に５０ｏｏｃｐ命令よシ少ないことと較
べると、多数の同期的命令（例えば、１０Ｘ６００命令
＝６０００命令）を伴うことになる。

従って、第１０図におイテ、５Ｃｐｑ、ＭＳとＰＳとの
間でページ転送を必要とする種々の事態の効率を考慮し
て、同期的ページ転送と非同期的ページ転送との間で制
御を切換えるように、独立データ・バスを利用する。

第１２図は本発明と共に使用される新規な方法を示すが
、その新規な点蝶、同期０２手段又は非同期ＣＨ手段の
どれによって転送を制御するかを決定するため、転送さ
れるページ・ナツトのページ数を使用することでるる。

第１２図の方法は、第１０図の方法の代替方法として使
用されるか、又はページ数が成る数Ｎの上下に変動する
ようなページ・セットを有するＳＲＭのために使用され
てよい。Ｎは、非同期ＣＨ手段又は近似的に等しいＣＰ
オーバヘッドを有する同期０２手段によって転送でれる
が−ジ数として選択される。５ページのＣＨ制御非同期
転送に必要なオーバヘッド命令をＣＰが実行する時間に
、３ページのＣＰ制御同期転送が可能でるる場合、Ｎは
６でるる。もしＮが３よシ小ざければ、同期的転送が効
果的でるる。何故ならば、非同期的転送よシも少ないオ
ーバヘッド命令でよいからでるる。もしＮが３を超えれ
ば、よシ少ないＣＰオーバヘッド時間を取る非同期ＣＩ
転送が望ましい。

第１２図において、ボックス５０１は指名されたジョブ
・シーケンスをＣＰが実行する段階を表わす。ボックス
５０２ｔｊ、ＣＰジョブ・ストリームにおけるＳＲＭタ
イマ駆動割込みを表わす。割偽時点で、ＳＲＭｔｌ、Ｓ
個ノヘージ７５ＥＭＳとｐｓクツ間でスワップインされ
るべきでるるかスワップアウトでれるべきでるるかを決
定している。ＳＲＭＨ１第１１図のエントリイ・ポイン
ト４０１に示すレルヨうに、Ｓｖｃ命令を実行する。こ
のＳｖＣ命令は、ＣＰを第１２図の残シのボックスで示
されるＳＣＰルーチンに入らせる。ボックス５０３で、
ＳＣＰＣ−ルーチン中令はセット中のページの数ＳとＮ
とを比較・すゐ工もしＳがＮと同じが又はそれよシ少な
りれば、ボックス５０４に入り、ＣＰ同期制御の転送が
開始される。も・しそのセットがＮページよシ多いペー
ジを有すれば、ボックス５１１！／ｃ入シ、主記憶バス
を介するデータ転送に、関して、ＣＨ非同期制御が開始
嘔れる。

第１２図のボックス５０４では、セット中の各ページの
転送のため、第１０図の同期動作が実行される。そのル
ー≠゛ン１１１、ＳＲＭエントリイ４゜１Ａと出口４０
２Ａとの間にあシ、Ｓ　ＲＭへ戻る。

次にボックス５０５に入り、セット中の全ページが転送
されたかどうかをテストする。もし転送されるページが
残っていれば、ボックス５０５からボックス５０４へ「
ノー」の径路がとられ、セット中の他のページが転送さ
れる。セット中の全ページが転送されると、ボックス５
０６は５ＣＰ（システム制御プログラム）へ戻る。更Ｋ
　Ｓ　ＣＰＨボックス５０１へ戻る。ボックス５０１で
は、通常のジョブ・シーケンスがＣＰで実行される。

もしページ・セットがＮよ〕多いページを有するならば
、ポ゛ツクス５０３からボックス５１１へ入り、第１１
図のエントリイ・ポイント４０１へ入ることによって、
ページの非同期転送についてＣＨ制御が開始でれる。Ｓ
ＩＯ命令がボックス５０５で実行セれる時、チャネル制
御が始まり、ＣＰＦｉ他の作業を実行するため解放され
る。チャネル制御が始まると、第１２図のボックス５１
２へ１、入る。ボックス５１２では、タスク指名プログ
ラムは、ＣＨがセット中のページを非同期的に転送しつ
つるる間、ＣＰＫ実行させる他のジョブを発見する。要
求されたページ・セットの転送がチャネル・プログラム
によって完了されると、ボックス５１３でチャネル終了
割込みが生じ、特別の割込コートがＣＨからＣＰへ転送
される。このＣＰ割込みは、ボックス５０６によって衣
わされるＳＣＰへの出口を摩らせ、続いてステップ５０
１へ戻る。ステップ５０１では、ＣＰが通常の作業処理
へ切換えられる。

本明細書で説明したＰＳは、（１）ＭＳの拡張とし　゛
て＜’（２）ＭＳとＤＡＳＤの間に設けられた階層記憶
装置として使用されてよい。

４（１）の場合、データの移動はＤＡＳＤからＭＳへ、
□次いでＣＰへ（又はその逆方向へ）と階層的に生しる
。ＰＳは階層構造中に存在せず、ＭＳのオーバフローを
受取るのみでるる。それはＤＡＳＤ上の準備ができてい
ないＭＳデータの一時的滞留場所となる。従って、ＰＳ
ａＭＳＫ８る各ページＱバックアップ・コピー情報を含
む必！！はない。

（２）の場合、全てのデータ移動はＤＡ’ＳＤからＰＳ
へ、次いでＭＳへ、次いでＣＰへ（又Ｆｉこの逆方向へ
）と階層的に行われる。この場合、ｐｓｒｘ階層構造の
中にるり、かつＭＳのバッキングｌ憶装置となる。ＰＳ
はＭＳＫＩる各ページのバックアップ・コピー情報を含
まなければならない。これらの情報の他Ｋ、ＰＳｔｆｔ
だＭＳへ呼出されていないページ、又はＭＳｖｃよって
使用が完了したページを含む。

従って、（２）の場合、効率的なりＡＳＤ／ＰＳ転送を
行うことが大切でるる。何故ならば、この転送は、ＭＳ
でページを使用する前に全ページについてなされね゛ば
ならないからである。しかし、（１）の場合、ＰＳＫ存
在する使用完了のページを出力するため、効率的ＰＳ／
ＤＡＳＤ転送を行う必要かめる。

更に本発明は、新規なチャネル・プログラム制御を実現
する。このプログラム制御は、通常、型のチャネル・プ
ログラムを使用する場合と比較して、ＰＳ／ＤＡＳＤ転
送の効率を実質的に増大させる。

この新規なチャネル・プログラム制御は、単一のチャネ
ル・プログラムで三媒体（即ち、ＤＡＳＤｌＭＳＳ　Ｐ
Ｓンを制御する。

第１図乃至第９図を参照して説明したハードウェアは、
この新規な三媒体チャネル・プログラム制御を可能とす
る。先行技術において、三媒体転送に′ｉ２つの別個の
二媒体チャネル・プログラムを使用することによってｎ
ｌれた。即ち、２つの二媒体チャネル・プログラムｔｔ
、ｐｓとＤＡＳＤの間ＫＭＳを介在させてページ・セッ
トを転送する場合に、三媒体チャネル・プログラムと同
じ機能を達成した。この場合、第１の二媒体チャネル・
−プログラムはＰＳとＭＳとの間の転送を制御し、第２
の二媒体チャネル・プログラムＦｉＭｓとＤＡＳＤとの
間の転送を制御した。

本発明によって可能となる新規な三媒体チャネル・プロ
グラムは、従来型の二媒体チャネル・プログラムを使用
する場合に必要でめった特別の）・−ドウエアを必要と
しない。このような特別のノ・−ドウエアは、ＤＡＳＤ
（！：、ＰＳを直接に接続して、それらの間（の転送を
二媒体チャネル・プログラムによって制御するため必要
となるものでるる。先行技術でるるＩＢＭシステム／３
７０アーキテクチャ−において、二媒体チャネル・プロ
グラムはスター）Ｉ１０命令によって開始ぼれた。スタ
ート■１０命令では、ＤＡＳＤが転送媒体の１つとして
指定され、第２の媒体社常ＫＭＳでるると暗黙的に決め
られていた。ＳＩＯ命令の実行は、チャネル・アドレス
・ワード（ＣＡｂ）と呼ばれる特別のワードをＭＳでア
クセスすることを含み、ＣＡＷはＭＳＫ６るチャネル・
プログラムのロケーションを指定した。チャネル・プロ
グラムはチャネル制御ワ″−ド（ｃｃｗ）を含み、ＣＣ
−ＷＦｉＩ１０動作及び／又はＩ１０データ転送のため
のＭＳアドレスを指定した。

通常型の二媒体チャネル・プログラムが終了するのは、
プログラムの最後のＣＣＷＫ！る指令連鎖フラグが、そ
れ以上のＣＣＷがないことを示した時でるる。それによ
って、ＣＨＦ１チャネル終了信号を発生し、チャネル終
了信号ＦｉＣＰを中断させる。中断されるＣＰは、Ｓ■
０命令を発生したＣＰでるる。従って、シス゛テム／３
７０において、それぞれの二媒体チャネル・プログラム
は、第１１図に示でれるようなＣＰＫよって実行される
準備ルーチンを必要とする。この準備ルーチンは、チャ
ネル・プログラムを開始するＳＩＯ命令を発生するため
、’　３０００個のＣＰ命令を準備的に実行する。

先行技術において、２つの二媒体チャネル・プログラム
を使用して、ＭＳを介してＰＳとＤＡＳＤとの間で転送
を実行する場合、２個のＳＩＯ命令が必要となる。ＳＩ
Ｏ命令は３０００命令のＣＰオーバヘッドを有するので
、ＰＳ／ＤＡＳＤ転送を実現するため、全体で６０００
命令のＣＰオーバへ、レドが存在する。

他方、不発明によって実現される三媒体転送は、単一の
ＳＩＯ命苓を使用して、ＭＳを介してＰＳ／ＤＡＳＤ転
送を実行するノテ、単に３０００ＣＰ命令を必要とする
のみでるる。従って、本発明は、ＰＳとＤＡＳＤとの間
のページ・セット転送につきＣＰオーバヘッドを５０％
節減する結果となる。

更に、ＭＳを介するＰＳ／ＤＡＳＤ転送は、ぺ−ジ・セ
ットの全ページ転送のためＫ、ＭＳＫ６る同一のページ
・フレームを使用してよい。その結果１Ｍ’ＳＩ／（お
ける記憶域の割当てａ、ＰＳ／ＤＡＳＤ転送について最
小となシ、ページ・セット中の複数のページが、ＰＳ／
ＤＡＳＤ転送の完了時ｖｃＭＳ中に存在することはない
。

第１８図は、ＤＡＳＤからＭＳへ、次いでｐｓへとペー
ジ・セットの転送が起る場合に、それを制御する三媒体
チャネル・プログラムを示す。第１９図は、ｐｓからＭ
Ｓへ、次いでＤＡＳＤへとページ・セットの転送が起る
場合に、それを制御する三媒体チャネル・プログラムを
示す。これらチャネル・プログラムの各々は、ボックス
６０１Ａ又は６（ＮＢＫよって開始される。それらのボ
ックスにおいて、ＣＰｔ’１ＳＩＱ命令を実行する。

ＳＩＯ命令は、チャネル・プログラムのためＤＡＳＤを
限定し、ＣＡＷＫアクセスする（ボックス６０２Ａ又１
２６０２　Ｂ　）。このＣＡＷＶｃおいて、ＰＳ権限フ
ィールド（例えば１ビット位曾）が１状態ヘセツトされ
、チャネル・プログラムによるＰＳの使用を承認する。

アドレス・フィールドはＭＳＫ存在する必要なチャネル
・プログラムの位置を決定する。

第１８図のチャネル・ルーチン６０３　（１）は、セッ
ト中の最初のページを転送する。それはＤＡＳＤ上のペ
ージの位置を決定し、通常のシーク、探索及び読出ＣＣ
Ｗを使用して、ページをＭＳへ読出丁（ボックス６１１
．６１２．６１３）。次いで第１８図のボックス６１４
で新規なｐｐｏ　　ｃＣＷ（第１５図）が実行されて、
転送のためＰｓが準備され、ボックス６１５でＣＰＧ　
　ＣＣＶ（第１７図）が実行されて、ＤＡＳＤから受取
られてＭＳＫ存在するページがアドレスされ、そのペー
ジがｐｐｏ　　ｃｃｗのＰＳアドレスへ転送される。こ
こで最初のページ転送は、チャネル・ルーチン６０３　
（１）の制御の下で完了する。

セット中の他の各１ページは、ルーチン６０３　（１）
と同様な他のルーチンによって転送される。この場合、
各ページのためのＰＳロケーションは異する。更に、任
意的にページのＭＳアドレス４異つていてよい。このＭ
Ｓアドレスは、転送中全てのページをバッツ了するため
ＭＳ中の同一のページ・フレームを使用することが望ま
れる場合ＫＦｉ、セット中の全てのページについて同じ
にされてよい。

セット中の最後のページを転送するためＫＦｉ、第１８
図のボックス６０３（Ｓ）Ｋ６る同様のルーチンが使用
される。ボックス６０５（Ｓ）はボックス６０５　（１
）と類似したものでるるか、少なくとも異ったＰＳアド
レスを有する点、及び最後のＣＣＷがゼロ状態の指令連
鎖フラ・グを含む点が異なる。指令連鎖フラグのゼロ状
態はチャネル・プログラムの終りを示す。

第１９図において、チャネル・ページ転送ルーチンは逆
方向へ（即ちＰＳからＤＡＳＤへ）動作する。かくて、
セット中の最初のページは、ページ転送ルーチン６０４
（１）Ｋよって、先ずＰＰＩＣＣＷ（第１５図）を実行
し、次いでＣＰＧ　　ＣＣＷ（第１７図）を実行するこ
とによりＰｇからＭＳへ移動させられる。次いで最初の
、ページをＭＳからＤＡＳＤへ移動させるため、シーク
、探索及び書込ＣＣＷ（ボックス６２′５．６２４．６
２５）が実行される。

ＰＳからＤＡＳＤへ転送でれる他の各ページについて、
同様のルーチンが反復される（ＰＳアドレス及びＭＳア
ドレスを除く）。しかし、セット中のｊｌｆのページを
転送する最後のルーチン６゜４（Ｓ）は、最後のｃｃｗ
Ｋ６る指令連鎖フラグをオフにセットされる。それはチ
ャネ・ル・プログラムを終了させるためでるる。

ＤＡＳＤからＰＳへの転送の間、セット中の各ページ（
又はセット中のサブセット）がＭＳ中の異ったページ・
フレームに保持され、かつセット中の全ページがＰＳＶ
ｃ保持されるようにするため、第１８図の各ルーチンの
ＭＳアドレスを異ったものにすることが、効率的でるる
、それによって、ＤＡＳＤからＰＳへのページ・セット
の転送が完了すると、直ちにページはＭＳでの処理のた
めに即時に利用可能となる。

実施例匹おいて、ＳＣからＰＳへの直接的なアドレス・
バスは省略される。それはハードウェア及びそのコスト
を除くためでるるか、ＳＣとＭＳとの間に現存するバス
を使用し、ＭＳがＭ　Ｓ／ＰＳデータ・パス上ＫＰＳア
ドレスを与えるようにすることによって、効率の顕著な
損失を生じないように構成されている。Ｓ　Ｃ／Ｐ　Ｓ
アドレス・バスを設けることも可能でめるが、実施例で
は、その場合に必要とがるＳＣピン接続が不用となる。

ＳＣ／ＰＳアドレス・バスはシステム効率の顕著な改善
をもたらさない。何故ならば、ＳＣからＰＳへのページ
・アドレスの伝達は、ページ中の最初のＰＳラインへの
アクセスを開始させるため、ページ転送当り１回だけな
されればよいからでるる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を組込んだ単一プロセッサのブロック図
、第２図は本発明を組込んだ多重プロセッサのブロック
図、第３図は本発明を組込むために変更されたチャネル
・プロセッサ内のバス接続及びレジ、スタを表わす図、
第４図は本発明を組込むために変更されたチャネル・プ
ロセッサ内の新規な回路動作を表わす図、第５図は中央
プロセッサ内の新規な回路動作を表わす図、第６図は本
発明の動作を制御するシステム・コントローラ内の新規
な回路を表わす図、第７図は本発明によって使用される
ページ記憶コントローラの制御部を示す図、第８図はペ
ージ記憶装置と主記憶装置との間でページ転送を行う独
立バスを設定するためシステム・コントローラ中の主記
憶バスへ接続されたページ記憶コントローラのデータ・
バス部を示す図、第９図はページ記憶アレイ＜ＰＳＡ）
を表わす図、第１０図は異ったページ転送サービスを必
要とす７？２つの通路のいずれがシステム制御プログラ
ムで使用されているかによって、同期的ページ制御又は
非同期的ページ制御を選択する方法を示す図、第１１図
はＩＢＭシステム７５７０ＭｖＳプログラミングで実行
される非同期的ページ制御を示す図、第１２図はオペレ
ーティング・システムにより１つの群として転送される
ページの数によって、同期的ページ制御又は非同期的ペ
ージ制御を選択する方法を示す図、第１５図及び第１４
図は主記憶装置とページ記憶装置との間で独立データ・
バスを介してページイン転送又はページアウト転送を生
じさせるＣＰ命令を示す図、第１５図１．第１６図及び
第１７図は主煕憶装置とページ記憶装置との間で独立デ
ータ・ノくスを・介して行われるページイン転送又はペ
ージア？、　）転送をチャネル・プロセッサによって非
同期的に制御するチャネル制御ワードを示す図、第１８
図はチャネルから主記憶装置へ、次いでページ記憶装置
へとページが転送される場合を制御する三媒体チャネル
制御プログラムのシロツク図、第１９図はページ記憶装
置から主記憶装置へ、次いでＩ１０装置へとページが転
送される場合を制御する三媒体チャネル制御プログラム
のブロック図でるる。１１・・・・システム・コン）ＣＩ−ラ、１２・・・・
ページ記憶コントローラ、１３・・・・主記憶コントロ
ーラ、１４・・・・中央プロセッサ、１６・・・・チャ
ネル・プロセッサ、１７・・・・ページ記憶°γレイ、
１８・・・・主記憶プレイ、１９λ〜１９Ｎ・・・・Ｉ
１０装置、２１・・・・ＭＳ制御バス、２２・・・・Ｐ
ｇ制御バス、２３〜２４・・・・制御バス、２６・・・
・ＭＳ／ＰＳデータ・バス、２７・・・・ＭＳ／ＰＳ制
御線制御層線　インクブナシラカル・ビジネス・マシー
Ｚズ・コ〒ポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮
　　　孝゛　　−（外１名）

Claims

【特許請求の範囲】

中央プロセッサと、主記憶装置と、チャネル・プロセッ
サと、主記憶装置゛を中央プロセッサ及びチャネル・プ
ロセッサへ接続するバスを与える記憶制御手段とを有す
るデータ処理システムにおいて、ページ記憶装置と、サ
ブページのデータ単位でページを転癲するためページ記
憶装置と主記憶装置との間ヤ接続されるページ転送バス
と、中央プロセッサに設けられて上記ページ転送バスの
上でページ転送を開始させる手段と、中央プロセッサに
設けられた制御手段でろってサブページのデータ単位を
転送するためページ記憶装置からその制御信号を受取シ
主記憶装置のサブページ・ロケーションにアクセスする
ため上記制御信号から主記憶装置アドレス及び主記憶装
置アドレス・リクエストを発生する制御手段とを具備す
不データ処理システム。