JPS59132048A - デ−タ処理システム用ス−パ−バイザを提供する方法及びその装置 - 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】 発明の分野 本発明は、一般にデータ処理シ・ステムによシ行なわれ
る命令の実行を制御することに関し、更に詳細には複数
個のオペレーティング・システムを分割出来るデータ処
理システムに関するものである。

関連技術の説明 単一のオペレーティング・システムの制御の下でセット
される命令の実行を可能ならしめるデータ処理システム
を提供することは当技術において公知である。各オペレ
ーティング・システムにはオペレーティング・システム
の容易な可搬性を禁止スる特異のアドレス・フォーメー
ションと命令処理特性を含む内部ディコアが備えである
。複数個のオペレーティング・システムを利用する目的
でオペレーティング・システムの変更若しくは付加的な
装置を作動させる付加的な装置を追加するステムを再イ
ニシヤライズすることがしばしば必要である。オペレー
ティング・システムにおける改良はしばしば装置上の変
更を必要とし、データ処理システムに諸問題を牛じさせ
得る。その他、メモリ・ユニット内に存在する欠陥の処
理は特殊化されたオペレーティング・システムの特性ヲ
有している。

従って、複数個の・オペレーティング・システムを分割
出来るデータ処理システムに対しての必要性が存在して
いた。

発明の目的 従って、本発明の目的は、改良されたデータ処理システ
ムを提供することにある。

本発明の他の目的は、データ処理システムで複数個のオ
ペレーティング・システムの制御下での作動を可能なら
しめることにある。

本発明の特別の目的は、複数個のオ被レーティング・シ
ステムの個別化を可能にすることにある。

本発明の他の特別の目的は、許可されていない命令は現
在非活動状態のオ（レーティング・システムによっては
実行されないことを確実にすることにある。

本発明の更に他の目的は、現在、活動状態のオペレーテ
ィング・７ステムの作動を終了させる方法を提供し、異
なるオペレーティング・システムの作動を開始させるこ
とにある。

本発明の前掲の目的と他の目的は、複数個のオペレーテ
ィング・システムから命令の実行を支持する装置を提供
することにより達成される。オペレーティング・システ
ムを個別化させ、現在活動中トオペレーティング・シス
テムの命令のみが実行されることを確実にする装置も提
供される。オペレーティング・システムの順序圧しい交
換全可能にするため各オペレーティング・システムに対
シ複数個のオペレーティング・システムに対し利用不可
能なメモリ・ス啄−スが利用可能である。

本発明のこれらの特徴と他の特徴については図面を参照
して明細書を読むことにより明らかとなろう。

実施例の説明 第１図を参照すると、中央処理ユニット１は情報信号グ
ループの操作に使用するデータ処理システムの主要部分
である。中央処理ユニットにはユニット全体をシーケン
スさせる中央ユニットが含まれ、更に、キャッジ−・ユ
ニットと命令ユニットも含まれている。キャッシュ・ユ
ニットは命令信号のグループとデータ信号のグループを
制御インターフェイス・ユニット２を介して主メモリ・
−ニット３から得る。命令信舟グループは命令キャッジ
一部内に保持され、オペランド信号グル−プはオペラン
ド・キャッシュ部内に保持され、ベージング情報はベー
ジング・・々ッファ内に保持すれる。命令ユニットは先
取り（ｐｒｅｆｅｔｃｈ　）された命令と信号のグルー
プを命令スタック内に格納する。命令は現在の命令の流
れを表わし、・クツチ・テーブルによシ予報（予測）さ
れる別の流れ又は間接ワードを先取シする。命令はデコ
ードされ、オ被ランド又はブランチ・ターケ８ット命令
アドレスは命令スタックに対する命令を受は取るパイプ
・ライン内で発生される。パイプ・ラインの最終段階は
命令とオ被ランドを特殊化された実行ユニットのグルー
プの１つに送る。パイプ０・ライン、アドレス加算器及
び命令スタックは命令アドレス又は状態関連状況と同様
移送りラス命令を取シ扱う他の論理実行ユニットとして
考えることが出来る。

主メモリ・ユニット３は中央処理ユニット１に中央処理
ユニットにょシ使用される情報信号のグループの主要格
納部を提供する。情報信号は制御インターフェイス・ユ
ニ）ト２の制御下で主メモリ内に書込まれたり又は主メ
モリから読出される。

制御インターフェイス・ユニット２は主メモＩＪ・ユニ
ット３、入出力マルチプレクサ４及び中央処理ユニット
１の間での情報信号の移送を制御する。

こうして、制御インター２ェイス・ユニット２は制御イ
ンターフェイス・ユニット２に対スるリクエストを優先
さぜ、入出力マルチプレクサに対する出力を優先化する
。制御インターフェイス・ユニット２は当該制御インタ
ーフェイス・ユニットを介して移送される情報信号に対
する・くツファ−・ユニットを提供する。その他に、制
御インターフェイス・ユニ４．ト２はシステム割込みに
対する列を制御し、そのシステム割込みの下でワードは
他の割込み作動と同様主メモリ・ユニット内に格納され
る。主メモリ・ユニット３内に格納され且つ主メモリ・
ユニット３から出されるデータに対してのエラ。−検出
及び訂正処理は制御インターフェイス・ユニット２内に
含まれている。出力インターフェイス・ユニットは又、
階級コマンドの間（（ブロッ久・アクセスの争いが存在
しないことを確実にする装置も設けられている。

入出力マルチプレクサ４はデータ処理システムの全体の
要求を満たすだめ利用される。オペレーティング・シス
テムは要求される制御ワードを準備し、移送されるデー
タに対する／Ｚ　、７フア・再リアを割当てる。制御ワ
ードが準備された後、オペレーティング・シ冬テムは接
続命令を発行することによシ入出力作動を開始させる。

制御イングーフェイス・ユニット２は接続命令を認識し
、接続情報を入出力マルチプレクサ・コントローラに送
る。入出力マルチプレクサはアドレスされたチャンネル
のスクラッチ・パッド・メモリ内にある接続制御ワード
からメール・ボックス・アドレスと他の関連ある情報を
保持し、接続コマンドをチャンネル・アダプタ・ユニッ
ト５内のアドレスされたチャンネルに送る。

アドレスされたチャンネルはチャンネル・プログラムが
待っていることを指定の周辺装置に通告する。指定の周
辺装置への通告後にチャンネル・アダプタ・ユニット５
は入出力マルチプレクサにチャンネル・メール・ボック
スを引くよう要求する。このリクエストに応答して入出
力マルチプレクサはチャンネル・メール・ボックスの最
初の８ワードをスクラッチ・パッド・メモリ内にロード
スル。チャンネル・プログラムは引続き入出力マルチプ
レクサが「ポインタを前進させる」よう要求する。この
リクエストに応答して入出力マルチプレクサはリスト・
サービスを行ない、命令データ制御ワード（ＩＤＣＷ　
）をチャンネル・アダプタ・ユニット５に送る。チャヘ
ンネル・プログラムの最紅のＤＣＷはＩＤＣＷでなけれ
ばならない。チャンネル・アダプタ・ユニットはＩＤＣ
Ｗを周辺装置に送り、周辺サブ・システムからの要求が
あればデータ・リスト・サービスを要求する。チャンネ
ル・メール・ボックスからリスト・ポインタ・ワード（
ＬＰＷ　）を使用して入出力マルチフ０レクサは次のＤ
ＣＷを検索する。入出力マルチプレクサはＤＣＷをスク
ラッチ・パッド・メモリ内に保持し、関連ある情報をＤ
ＣＷからチャンネル・アダプタ・ユニット５へ送る。Ｄ
ＣＷ　情報でチャンネル・アダプタ・ユニット５はチャ
ンネル・プログラムを満たすため必要なデータ・サービ
スを要求する。入出力マルチフ０レクサ４は現在のＤＣ
ＷとＰ’ＩＷをスクラッチ・ノｏソド・メモリ内に維持
することによりデータ・サービスを実行し、付加的なり
ＣＷに対する要求されるリスト・サービスを行なう。チ
ャンネル・プログラムが満たされた後にチャンネルは状
態格納サービスを要求する。入出力マルチプレクサ４は
終了状態をチャンネル・メール・ボックス内に設定し、
メール・ボックスをメモリに再格納する。状態サービス
の完了後にチャンネルは割込みサービスの終了を要求す
る。サービスの実施にあたり、入出力マルチプレクサ４
はメール・ボックス・リンク・ワードに質問する。割込
み禁止ビットが「オン」でちる場合には割込みは報告さ
れない。割込み禁止ビ、１・が「オフ」である場合には
割込みはメール・ボックス・リンク・ワードに指定され
た割込みレベルを使って報告される。リンク・ワードが
連続状態を指定する場合には入出力マルチフ０レクサは
チャンネルに対する接続を発行する。

チャンネル・アダプタ・ユニット５は入出力マルチプレ
クサ４と周辺サブ・システム６の間のインターフェイス
を提供する。入出力マルチプレクサ４に関連して説明し
た作動に加えて、チャンネル・アダプタ・インク−フェ
イス・ユニットは論理実行の変換即ち入出力マルチプレ
クサ４ではＣＭＬ’、チャンネル・アダフ０り・ユニ、
ト５ではＴＴＬを提供する。チャンネル・アダプタ・ユ
ニット５は周辺サブ・システム６と入出力処理装置の間
のバッファ装置として作用し入出力マルチプレクサは情
報を効率的に且つ多数の周辺サブ・システム６と非同期
的に移送出来る。

周辺サブ・システム６は磁気テープ・ユニット、ディス
ク記憶ユニット、端末インターフェイス等といった典型
的なサブ・システムの任意のもＯＫすることが出来る。

周辺サブ・システムは大量格納装置及びデータ処理シス
テムとの外部連絡を行なう装置として作用する。

第２図及び第３図を参照すると、現在作動中のオペレー
ティング・システム≠１を非活−動状態にシ、池のオペ
レーティング・システムを活動状態にする段階が図示さ
れている。段階２０１においてデータ処理システムは現
在オペレーティング・システム≠１の制御の下で命令を
実行している。

スー・ぞ−バイザ処理に対する欠陥又は割込み状態は段
階２０２で確認される。確認された状態はその結果がデ
ータ処理システムを制御するオペレーティング・システ
ムの変更となる予め選択された状態でなければならない
。予め選択された欠陥又ハ割込み状態はオーレーテイン
グ・システム≠１のリザーブされたメモリ・、スに一ス
内の所定のロケーションを第２図の段階２０３で示され
た如くアドレスさせる。この過程はオペレーティング・
システム＋１のメモリ３１？−からオペレーティング・
システム・リザーブ・メモリ３１０への経路３０１とし
て示されている。リザーブ・メモリ内のロケーションは
一連の段階を有し、最も重要々段階は中央処理ユニ７１
・内のレジスフの内容を格納する段階即ち段階２０５で
あり、レジスフのパラメータは現在作動中のオペレーテ
ィング・システムの如きオペレーティング・システム＋
１の回復時にデータ処理ユニットがこの状態に戻るよう
リザーブ・メモリ内に格納される。欠陥エンド１ルフ０
ログラムの実行後にオー９レーテイング・システム・リ
ザーブ・メモリ３１０のスイッチング・エントリ部分内
のロケーションが実行される。このロケーション内ノ命
令ハオ綬レーティング・システム≠２リザーブ・メモリ
ーでオペレーティング・システムＪ４２スイッチング・
エントリ・ロケーション内のロケーション即ち段階２０
６にアドレス可能とする。オペレーティング・システム
＋２に対するこの移送は第３図の経路３０２として示さ
　−れている。オペレーティング・システム≠２のスイ
ッチング・エントリ部分内の命令は段階２０７内におい
てオペレーティング・システノ・≠２の格納されたパラ
メータをデータ処理の適当なレソスタ内に入力させ、こ
うして／ステムをイニシャライズするか又はシステムを
オペレーティング・システム＋２の最後の即ち前の状態
に回復させる。

最終段階２’０８と経路３０３は中央処理ユニ、トの制
御ヲオにレーティング・システム≠２に移送する。この
様式で中央処理ユニ、ト］の制御がオペレーティング・
システム＋１からオにレーティング・システム≠２へ移
送された。第３図において、経路３０４．　、３０５及
び３０６は中央処理ユニット１の制御をオペレーティン
グ・システム≠１に移送して戻すプロセスを示す。第３
図には複数個の中央処理ユニットを各オペレーティング
・システムが制御出来る可能性も示しである。当該状態
に対するメモリ・スに一スが他のオペレーティング・シ
ステムにアクでス不能であることが必要である。第４図
は、これを達成可能な様式を示す。オペレーティング・
システムに対する一ｅ−ノ・テーブルが２つの各第４レ
ーテイング・システムと組合っているロケーションと合
せて示しであるっオペレーティング・システム≠１と組
合っているアドレス（はフィシカル・メモリ４０３内の
ロケーションのグループを示す。同様にして、オペレー
ティング・システム≠２と組合っているロケーションの
グループ内に格納されたアドレスはメモリ・ロクーー／
ヨン、　（７）Ｗオてるダルリーフ０を示す。こうして
フィゾカル・メモ！Ｊ　、４０　：３はＲ−ノ・テーブ
ル４０２内の−ξ−ノング作動の結果であるメモリ・ア
ドレスのグルー２０で分割される。従って、オペレーテ
ィング・システム≠１又はオペレーテイング・システム
≠２は連続したロケ−／−３７（即ち各号ベレーティン
グ・シスチムニ対シ）アドレス可能であるが、各ページ
・テーブル・アドレスと組合っているフィシカル・メモ
リ・アドレスのグループはフィシカル・メモリ・アドレ
ス・スペース全体を通じて位置付けることが出来る。イ
ーソングの１つの利点はフィシカル・メモリ・アドレス
内の「ホール」（即ち、メモリ・ユニット内ノエラーに
起因する如きもの）はベース・テーブルがイニシャライ
ゼーション　プロセス中に形成される際回避可能である
。第４図は、又、オペレーティング・システム≠１とオ
ペレーティング・システム＋２に対するりザーブされた
メモリ・スに一ス４１０　ト４１１　カオペレーティン
グ・システムに対し利用不可能であることも示している
。その上、リザーブ・メモリ・ス啄−スはフィジカル・
メモリ内の任意の場所に位置付けることが出来る。

次に第５図を参照すると、ノー・ぐ−バイザ・ベース・
アドレスとオペレーティング・システムの個別化に利用
されるスーパーバ・イザの使用が示さｉしている。スー
パーバイザ・ベース・テーブル・ディレクトリ７６４は
イニシャライゼーション中に提供され、オペレーティン
グ・システム・アドレスとフィジカル・メモリ内のアド
レスの間を連通させる。各オペレーティング・システム
のイニシャライゼーション又ハ再吊φｊ】中にスーツ４
−バイザ・ベース・レジスタ７６１とクーパ／Ｎ”ｌ　
イｆ・バウンド・レジスタ７６２は内部にデータを入力
させて、いる。この好適実施態様においては、命令の通
常の実行中形成されたアドレスの最初の１２個のピット
がベース・アドレスからのオフセットを提供する。ベー
ス・アドレスは現在釉φノ】中のオペレーティング・シ
ステムにより決定され、即ち、各オペレーティング・シ
ステムはスーパーパ’＋ｆ・ページ・テーブル・ディレ
クトリ−内の所定のベース・アドレスを有することにな
る。スーツクーバイザ・バウンド量はオペレーティング
・システムに割当てられたページ・テーブル・ディレク
トリ・ロケーションの番号を決定することになる。従っ
て、２６ビツトのリアル・アドレス７６３がスーツ４−
バイザ・ベーノング装置に適用される場合、最初の１２
ビツトはロケーション７７０即ち尽−ジ・アトＬ／ス・
レジスタ内のアドレスに実際のアドレスの最高位ビット
により定められるオフセットを加えたものを示す。パウ
ンド・レジスタ内の数値はロケーション７７０がオペレ
ーティング・システムに割当てられた連続したディレク
トリ　・ロケーションになることを確実にする。ロケー
ション７７０の内容はフィジカル・メモリ内にアト　”
レスを提供するためアドレス内の１２ビツトのオフセッ
ト値を置換する１２ビツト値である。

第６図を参照すると、各オペレーティング・システムに
対するリザーブ・メモリ、６５６の一般的なフォーマッ
トが示されている。リザーブ・メモリ゛のスーパーバイ
ザ・スイッチャ−６゛５１部分はオペレーティング・シ
ステムの割込み若しくはイニシャライゼーションのため
必要とされるプログラムを含んでいる。このメモリの更
に詳細な説明を行なう。割込み列６５２とラベルの付け
られたリザーブ・メモリ部分は現在非活動状態にあるオ
ペレーティング・システムにより受は取られるノ・−ド
ウエア・口、−ド優先割込みである。オペレーティング
・シス゛テムが活動状態になると、これらの列は質問を
受け、適当な応答が可能化される。

リザーブ・メモリのノ・−ドウエア構成６５３部分はイ
ニシャライゼーション時にロードされ、オペレーティン
グ・システ台に利用可能なリソースの記録（即ちデータ
処理システムの構成要素）を提供する。リザーブ・メモ
リの接続テーブル６５４部分はオペレーティング・シス
テムに対し現在利用可能なリソースのリストを提供する
。要約すると、リザーブ・メモリはオペレーティング・
システムの個別化を維持するのに必要な情報の格納に向
けられる。

リサーブ・メモリ６５０のスーツ４−バイザ・スイッチ
６５１を参照すると、その内部に格納されたデ〜りは１
つのオペレーティング・システムから、別のオペレーテ
ィング・システムへの変更ヲ処理するコード化された信
号を提供する。（リザーブ・メモリ・スイッチ内への）
エントリ・ロケーションとリザーブ・メモリからの出口
ロケーションがその内部に含まれている。この両方のロ
ケーションは中央処理ユニット・レジスタの内容をセー
フ格納するため含まれている。従って、セーフ格納ロケ
ーションはイニシャライゼーション処理によシロードさ
れ、オペレーティングムが励起される際これらのロケー
ションはイニシ、ヤライゼーションを提供する。１ノザ
ープ・メモ１ノに組合っているオペレーティング゛・シ
ステムカニ夛ト活動状態にされると、これらのロケーシ
ョンは中央処理ユニットの内容で満たされるので、オペ
レーティング・システムが再活動状態にされる際、中央
処理ユニットはその非活動状態にされた時点で存在する
状態に戻ることになる。又、１ノザープ・メモリのスー
パーノクイザ・スイッチ内ニハスー／ぐ一バイザ・ベー
スとスーツや−ノぐイザ・・ぐランドに対する量も含ま
れている。中央処理ユニットのイニシャライゼーション
中にヌーノクーノぐイザ・Ｋ−ジ・テーブル・ディレク
ション力Ｓ　５７Ｍ立される。各スーパーバイザ・啄−
ノは一般に多数の正常なベースで構成されている。その
上、クーｉ４−／＜イザ・ページ・ディレクトリハスー
ノソーノぐイザ・波−ノ・テーブルを介して行なわれる
オペレーティング・システム使用とアドレスからフィジ
カル・メモリ内のロケーションへの最終的な変換で使用
される。

クー　バー　ハイサ・ベース・アドレスはスーパーバイ
ザ・被−ノ・テーブル・ロケーション内の一連の連続し
たロケーション内の最初のロケーションを指す。オペレ
ーティング・システムのアドレスはそのアドレスが参照
する連続的なスーパーバイザ・テーブル・ディレクトリ
内のロケーションを示スオフセットを含む。スーパーバ
イザ・バウンドはオペレーティング・システムに割当て
られたスーパーバイザ・被−ノ・ディレクトリ内のロケ
ーションをオフセットが越え々いことを確実にする。こ
の状態が生じた場合にはアドレスされたフィジカル・メ
モリ・ロケーションはオペレーティング・システムに対
しリザーブされたエリアの外側になる。スーパーバイザ
・ベースとバウンド・アドレスはオペレーティング・シ
ステムが活動化される際中央ユニット・・ぐイブ・ライ
ン構造内のレジスタに格納される。リザーブ・メモリ・
スーパーバイザ・スイッチはリザーブ・メモリ・ベース
・アドレスとバウンドを含む。再びこれらの量は（好適
実施態様におけるディスクリブタ−・スタック内の）中
央ユニット・・Ｑイブ・ライン構造内に格納され、予め
決められた欠陥が検出される際リザーブ・メモリのアド
レスを提供する。実際、好適実施態様において、結果を
処理するリザーブ・メモリ内のベース・アドレスからの
オフセットでは通常の欠陥処理方法で使用されるのと同
じアドレスされたオペレーティング・ベースからのオフ
セットでスーパーバイザ・プロセスの注意を必要とする
。リザーブ・メモリ内には接続テーブル内へのエントリ
を可能にするコードも含まれている。

メモリ・ロケーションはクー・ぐ−バイザ欠陥可能化レ
ジスタ内にロードされる量を保持する。その量はスーパ
ーバイザ処理からの応答を要求する全ての欠陥状態を定
めるノ＜”ターンを備えている。欠陥状態が信号パター
ンによシ定められる場合にはこのパターンはスーパーバ
イザ処理方法又は通常のオペレーティング処理方法がそ
の状態に応答する目的に使用すべきか否かを決定するス
ーパーパイプ欠陥可能化レジスタの内容と比較される。

リザーブ・メモリ・ロケーションは欠陥ベンディング・
レジスタを格納する目的に使用される。これらの内容は
オペレーティング・システムに対シ元しジスタ内に再び
入れられる。他のリザーブ・メモリ・ロケーションはス
ーパーバイザ・タイマの使用を行なうところから、所定
のクロック・サイクル数の終了時に現在＝ｈ　ｈ中のオ
ペレーティング・システムは新しいオペレーティング・
システムを励起させ・る欠陥状態を受は取る。従って、
口）　−ジョンの１つ１ｄオペレーテイング・システム
が励起状態になる時点を決定する（クロック）カウント
を有することになる。更に別のロケーションは任意のレ
ジスタに入れるデータを含む。このレジスタは一部のデ
ィコア所属変数を制御する信号を含む。例えば、ディコ
ア・コードが含まれる。このコードは命令がオペレーテ
ィング・システムのディコア内で許可されていることを
確実にするたメオペレーション・コード内で比較される
。格納可能な他の量は（スーパーバイザ・ベージングで
ない）中間ベージングが採用されているか否かである。

他のレノスター・ロケーションは中央処理ユニット・デ
ィコアを活動状態オペレーティング・システムに一致さ
せるためハードウェア装置内にロードされる他のディコ
ア所属データを含む。例エバ、バーチャル・アドレス・
フォーメーションにおいては、ワーキング・スペース番
号が要求され、一方、他のオペレーティング・システム
はＩ４レーティング・システムに利用可能なこの量即ち
予め選択されたレジスター・ロケーション内にロートゝ
される量を要求しない。最後に、ハードウェア構成テー
ブル姉対するオフセットが存在する。

前前の要約はリザーブ・メモリ内に入れられるデータの
部分リストである。他のデータ及び処理方法カオＡ！レ
ーティング・システム・スーパーバイザ処理方法に利用
可能であることは明らかである。

スーパーバイザ処理方法の更に詳細な処理方法について
、ここで−例として挙げる。スーパーバイブのクロック
が所定のカウント数に到達し、オ被レーティング・シス
テムが随意中央処理ユニットの制御を禁止するような点
に到達する等といった適当な状態が中央処理ユニ、トに
発生すると欠陥状態を示す１組の信号が欠陥レソスタ内
に入れられる。欠陥レノスタ内の信号は以前スーパーバ
イザ欠陥可能化レノスタ内に入力された信号と比較され
る。一致が検出されると異なるオペレーティング・シス
テムがスーパ−バイブ処理方法を介して活動化さ′れ、
スーパーバイザの欠陥処理が可能化される。スーパーバ
イザ欠陥処理方法では現在活動中のオ被レーティング・
システムのリザーブ・メモリ・ユニットに入るため一定
のオフセット数で組合された中央ユニット・パイ７０・
ライン構造内（即ちディスクリブタ・スタック内）ニ格
納されたリザーブ・メモリ・ベース・アトレスヲ使用し
た。エントリ・アドレスから始まる処理方法はリザーブ
・メモリ内の適当なロケーションにある中央処理ユニ、
ト内のレジスタに格納量を生せしめる。その他に欠陥波
ンデイング・レジスタの内容が格納される。これらの量
は非活動中のオペレーティング・システムをオペレーテ
ィング・システムが非活動化される状態で開始させる。

この格納が完了した時点でリザーブ・メモリは第２オペ
レーテイング・システムのリザーブ・メモリ内のエント
リをアドレスするロケーションから出る。第２オ波レー
テイング・システムは第２オペレーテイング・システム
と組合っているリザーブ・メモリのベース・アドレスト
ノクランド・アドレスを、スーパーバイザ処理方法を使
って実行された命令が適当なアドレス・フォーメーショ
ンを有することが出来るよう中央ユニット・ノやイブ・
ライン構造（即ちディスクリブタ−・スクノク）内にロ
ードスル。スーパーバイザ・ベース及ヒ／クウンドは最
終ベージング・レソスク内にロードされ、こうして第２
オペレーテイング・システムと組合ったフィジカル・メ
モリーのみをアドレシングする・辰構を提供し、組合っ
ていなハフイソカル・メモリを舘２オペレーティング・
システムから効果的に分離させる。リザーブ・メモリの
処理方法は他のディコア所属情報に加えて許可されてい
ない命令（例えば、不正確なディコア要求のため）が実
行を開始した時点を決定するコードを提供する。

リザーブ・メモリの処理方法は欠陥ベンディング・レジ
スタをロードさせ、ディコア所属量は中央処理ユニット
内の適当なレソスタ内に入れられる。

中央処理ユニットはここで第２オ被レーテイング・シス
テムに関して相対的にイニシャライズされるか又は第２
オペレーテイング・システムが出た前の状態が再び形成
されている。ここで第２オにレーティング・システムの
リザーブ・メモリは第２オペレーテイング・システムと
組合っているメモリが入れられる処理方法を実行し、こ
のデータ処理ユニットの制御がここで第２オ被レーテイ
ング・システムと共に行表われる。

前掲の説明は好適実施態様の作動を説胛する目的で含捷
れておシ、本発明の範囲を限定する意味はない。本発明
の範囲は前掲の特許請求の範囲によってのみ限定される
べきである。前掲の説明から本発明の技術思想と範囲に
より更に包含される多数の改変例が当技術の熟知者に明
らかとなろう。

【図面の簡単な説明】

第°１図は、全体の中央処理ユニツ）を示す模式ブロッ
ク図。 第２図及び第３図は、現在活動中のメーベレーチイング
・システムを非活動状態（でし他のオペレーティング・
システムを活動状態にする段階を示す。 第４図は、各オペレーティング・システムに割当てられ
たメモリ・スペースが他のオペレーティング・システム
に対しアクセス不可能になっている様式を示す。 第５図は、オペレーティング・システムの個号１］化に
使用されるスーツξ−・ぐイブ・ベース・アトゞレスと
クー、ｔ’？　−ｚ＜！イブの使用状態を示す。 第６図ハ、各オペレーティング・・システムに対するリ
ザーブ・メモリ６５０の全体的なフォーマットを示す。 １・・・中央処理ユニット、２・・・制御インターフェ
イス・ユニット、３・・・主メモリュニント、４・・・
入出力マルチプレクサ、５・・チャンネル・アダプタ・
ユニット、６・周辺サブ・ユニット、３１０　　・オに
レーティング・システム・リザーブ・メモリ、４０２　
　ペーゾ・テーブル、４ｏ３・・フィジカル・メモリ。 特許出願人　　　ハネウェル・インフォメーション・シ
ステムズ・インコーホレーテッド −，−＼ 代　理　人　星　野　恒　司゛ 岩　　上　　昇　　、、”、’、’Ｈ−ト、□ ＼２、っ７１、。 手続補正書（方式） 特許庁長官　若　杉　和　夫　殿 １　事件の表示　　特Ｖ、昭５Ｂ　　］９１１０４　号
事件との関係　　出願人 アメリカ会衆１ｊｊ０２１５４　マナチュ七ノツ州、ウ
オル丈ム。 ＩＩ′升　　　　　、、漉ｙｒ、トリート２００名キＪ
１、　　　　　ハ坏ウェル・インフォメーション・シス
テムズ・インコーホレーテッド代友者　　　ウィリアム
・タブリュー・ホロウェイ　ジュニア５　手続袖正指令
沓の日付 昭和５９年　１月１１日（発送日昭和５９年　１月　３
１日）以　　上 ４３３−

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）　　’ｔＡｌ数個のオペレーティング・ノステム
   ヲ利用するデータ処理・／ステム用スーパーバイサヲ提
   供する方法であって、 （ａ）異なるオペレーティング・／ステムの活動を要求
   するデータ処理システム状態を識別する段階と、 （ｂ）　　Ａｉｌ記データ処理ユニットの中央処理ユニ
   ットの状態を定める状、弗定義しソスタの自答を現在活
   動中のオにレーティング・システムと組合っているリザ
   ーブ・メモリ内にセーフ４’ｂ　ｎｌ内する段、キ皆と
   、 （Ｃ）　　前Ｍｅ　異々るオペレーティング・システム
   とＡ１１ｆ１合っているリザーブ・メモリをアドレシン
   グする段１着と、 （ｄ）　　前記異なるオペレーティング　システム・リ
   ザーブ・メモリのアドレス、波−ノ・テーブル・ディレ
   クトリ内のアドレス、前記データ処理システムの所定の
   状ｊ魚を確立する前記中央処理ユニットのレソスク内の
   データ、前記異なるオペレーティング・システムによシ
   決定さルる前記中央処理ユニットに対するディコアを確
   立づ−るデータを前記中央処理ユニットの前記状Ｉ漂定
   義しソスタ内に入力する段］若と、 （ｅ）前記異なるオペレーティング・システムの作動を
   開始さぜる段階から成るデータ処理システム用のスーパ
   ーバイザを提供する方法。
2. （２）　　前記入力段１偕が更にディコアを定める１ｉ
   ｔを前記中央処理二二／ｌ−内に入力することを含む特
   許請求の範囲第（１）項に記載のオペレーティング・シ
   ステム用のスー・ぐ−バイザを提供する方法。
3. （３）　　データ処理システムの状態をイ、在認する前
   記段階が欠陥状態と予め成立した欠陥可能化量を比較す
   る段階を含み、前記組合ったオペレーティング・システ
   ムの活動化前に前記現在の異なっているリザーブ・メモ
   リから前記欠陥可能化量が移送されている特許請求の範
   囲第（１）項に記載のオペレーティング・システム・ス
   ーパーバイザを提供スる方法。
4. （４）　　中央処理ユニットと複数個のオペレーティン
   グ・システムを利用するメモリ・ユニットを含むデータ
   処理システム−をスーパーパイズする装置であって、 現在非活動状態のオペレーティング・システム−〇活動
   を要求するデータ処理ユニット状態を確認する装置と、 現在活動状態にあるオペレーティング・システムと組合
   っているリザーブ・メモリ内に前記データ処理ユニット
   の中央処理ユニットの状態を定める状態定義レジスタの
   内容をセーフ格納する装置と、 前記現在活動状態にあるオにレーティング・システムと
   組合っているリザーブ・メモリをアドレシングする装置
   と、 前記現在非活動状態のオペレーティング・システムの確
   保されたメモリ内に格納された量を前記中央処理ユニ、
   トの前記状態定義レジスタ内に入力する装置と、 前記現在非活動状態のオペレーティング・システムリザ
   ーブ・メモリのアドレス及びスーパーバイザ・ページ・
   ディレクトリ内のアト°レスに関連した量を前記中央処
   理ユニットのレノスタ内に入力する装置と、 前記現在非活動状態のオペレーティング・システムの作
   動を開始させる装置から成るデータ処理システムをスー
   パーパイズする装置。
5. （５）前記スー、、Ｑ−ハイｆ・波−ジ・テーブル・デ
   ィレクトリには前記メモリ・ユニ、ト内のメモリ・ロケ
   ーションのグループに対するアドレシングが含まれ、前
   記スーパーバイザ・被−ジ・アドレスはスーパ−バイザ
   ・ページ・ｆ　＝　７’ル・ロケーションのグループに
   対する入力ロケーションを提供Ｌ、スーパ−バイザ・硬
   −ジ・テーブル・ロケーションの前記グループは前記現
   在ｓｔｉ社状前状態ペレーティング・システムに割当て
   られた前記メモリ・ユニット内のロケーションをアドレ
   シングするようにした特許請求の範囲第（４）項に記載
   のスーパーバイザ装置。