JPS59223988A - 入出力デ−タ転送方式 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明は論理アドレスを物理アドレスに変換するアドレ
ス変換機溝を有し、はつ多重論理記憶空間が設定可能な
計算機システムにおける入出力データ転送方式に関する
ものである。

〔発明の背°晟〕

近年、システムの大規模化、複雑化に伴い、計４機シス
テムを支えるソフトウェアも増大の一途をたどっている
。そのため、これに対する開発費、保守運用費が全体費
用の中の大きなｔｉ＋Ｕｆを占める様になってきており
、今や、いかにソフトウェアの生産性を上げるかが重要
な１課題となってきている。

プログラマに物理記憶を意祿させずに、非常に大きなプ
ログラムのための論理記憶を与える、所謂、仮想記憶制
御もこの課題の解決手段の１つである。この仮想記憶制
御も含めて以下では、アドレス変換機構を持ち、論理的
なアドレスを有するメモリ空間（論理記憶と呼ぶ。）を
、物理記憶でおる主記憶に対応づける様な、記１麗装置
管理方式を論理記憶方式と呼ぶ。

この論理記憶を各ユーザプログラム毎に独立して与え、
各ユーザプログラム間での干渉、すなわち、プログラム
やデータの破壊を防止するために考え出された方式に、
多爪倫理記・億含埋方式かあ　　“る。

この方式を、従来技術にて実現した場合、ノ・−ドウエ
ア物量が増大、或いは入出力オーバーヘッドが増加し、
ＣＰＵｆｆ１荷が高くなるといった間）虫が発生した。

１試下、図を用いて従来技術の問題点について、説明す
る。

第１図は、従来技術によるシステム構成の一例を示した
ものである。

メモリ上のプログラムの各命令を１つずつ取り出し、実
行するＣＰＵＩＩは、調理アドレスを物理アドレスに変
喚する、アドレス変換イ、茂構１１１を有し、主記憶１
２とは、システムバス１３を介して接続されている。シ
ステムバス１３は、ＣＰＵ１１と主記憶１２とのデータ
転送の他、入出力装置１５１〜１５６の管理制御を行な
うチャネル装置１４と主記憶１２とのデータ転送時にも
使用される。チャネル装置１４は、データ転送時に必要
なデータ転送先玉記憶アドレス（！−記憶するためのデ
ータアドレス用レジスタ１４１を有する。該チャネル装
置１４には、冬着の入出力装置（以下、Ｉｌｏと略す。

）１５１〜１５６が接続されており、これらＩｌｏと主
記憶１２とのデータ転送は、チャネル１４によって１Ｉ
５１Ｉ御される。

今、主記憶上のあるユーザプログラムからデータエリア
１２２への入力要求が出されたとする。

ユーザプログラムを管理・制御するオペレーティングシ
ステム（以下Ｏ８と略す。）は、ＣＰＵ’に効率良くｉ
吏用するために、複数のユーザプログラムを同時に動作
させる、所謂、マルチプログラミングを実現しているの
が一般的でであり、プログラム切換時にも入出力装置に
対してデータエリアを保証するために通常システムバッ
フ７１２１’ｅ用意している。Ｏ８は、ユーザプログラ
ムの入力要求に対して、該バッファ１２１から空きを探
し、それを占有する。そして、入出力装置、たとえは、
装置１５１に対して、前記バッファ１２１にデータを送
る様にチャネル１４に指示する。該チャネル１４は、装
置１５１にデータ転送を指示し、システムバス１３を介
して前記バッファ１２１ヘデータを転送する。この転送
が終了すると、Ｏ８は、今入力されたバッファ１２１内
のデータをユーザの指定したデータエリア１２２ヘコピ
ーする。本方式はデータ転送量が小さい場合は良いが、
大きくなると、このコピ一時間が膨大となり、性能上大
きな問題となる。

また、一般に、アドレス変換機構を有するシステムにお
いては、論理記憶上で連続しているデータエリアも、主
記憶上では分散して存在することが非常に多い。したが
って、■１０起動時には、ＣＰＵ側の処理として、アド
レス変換機構１１１からデータエリアに対応づけられた
主記憶アドレスを分散配置されている各エリアの数分だ
け取り出し、前記チャネル１４に連絡する必要がある。

一方、チャネル１４では、ＣＰＵ１１から送られてきた
複数個のアドレスを、前記データアドレスレジスタ１４
１に記憶する。主配慮への転送時には、該レジスタ１４
１から主記憶アドレスを取り出し、そのアドレスへ転送
する。一般に、チャネルには複数のＩｌｏが接続される
ため、前記データアドレスレジスタ１４１は、チャネル
に接続可能なＩｌｏの数に比例して噌え、捷だ、１つの
■１０に対しても数百ワード分のレジスタが必要とされ
る。このデータアドレスレジスタは、ワード・ライト可
能なＲ，ＡＭ（ランダムアクセスメモリ）に置きかえる
ことも可能であるが、いずれにしても、チャネルのハー
ド物量がふくれあがり、実装上或いは終済上問題となる
場合がある。

〔発明の目的〕 本発明の目的は、少量のハードウェアにて、小さな入出
力オーバーヘッド時間で多重倫理記１意を実現可能な入
出力データ転送方式を提供するにある。

〔発明の概要〕

本発明は、多重論理空間システムにおいて、前記した主
記憶上でのデータコピーによる入出力処埋時間の増加を
削減するため、アドレス変侯シ衰構の柔軟性に４１（反
し、１つの１勿哩エリアに２つのイ面理エリアを対応づ
ける、すなわち、ユーザプログラムのデータエリアに対
して、ウィンドバッファなる入出力専用エリアケ対応づ
け、ユーザプログラム切換時にも、＾亥つィンドバッフ
ァのアドレス変換テーブルを・保持し、もって、入出力
データ転送を正しく行なわしむるデータ転送方式を提供
するものである。

〔発明の実施例〕

まず、本発明の基−となることからの説明ｔｒる。

、爾２図ｆ’ｉ　、アドレス変換方式の概１賂図ケ示す
。

ｉ良常ユーデプログラムは、非常に大きな論理記憶を与
えられ、該記憶ヒでのアドレス金もって動作する。本図
では、＋ｆＮ羊のために、倫理り引、ｄ２１と主記憶１
２は同じ大きさで示しである。シ倫理記憶２１は、−足
長の連続したエリア、所、１１、ページと呼ばれるブロ
ックに分割されるのが、一般的であり、本図では、論理
記憶２１は、大きさ１０００のページ５個から構成され
ている。一方、上記１意１２も、同じ大きさのページに
分割され、前記論理記憶２１との対応は、各ページ単位
にとられる。この対応づけを行なうのが、アドレス変換
機構２２であり、倫理記憶２１と主記憶１２の対応関係
は、アドレス変換テーブル２４内のデータにより決定さ
れる。本図では、論理記憶の０％地が、主記憶のＯ番地
に対応づけられ、以下、１０θＯ・静地が２０００番地
、２０００番地が１０００番地、３０００番地が４００
０１地に対応づけられている。この俤に、アドレス変換
＠構ヲ有するシステムにおいては、連続していない主記
憶でも、論理記憶上では連続させることができ、メモリ
の柔軟かつ有効な利用が可能となる。

次に、以上のアドレス変換方式による多重論理空間方式
について説明する。

第３図は、多重論理空間方式の概念図を示したものであ
る。

倫理記憶２１は、各ユーザプログラム毎に独立して同じ
大きさのものが割り当てられる。この論理記憶２１に対
応した主記憶１２の切換は、前記アドレス変換テーブル
２４を切換ることにより行なわれる。すなわち、プログ
ラムＡ２３が・曲作する。、扇汗は、プログラムＮ用の
アドレス変換テーブルを、前記アドレス変換機構にセッ
トし、Ｂが動作する場合Ｂ用を、という様に同じアドレ
スと大きさを持つ論理記・ｊ、はを別の主記憶エリアに
対応づけることが可能となる。したがって、アドレス変
換テーブル２４をプログラムの数だけ中音することによ
り、谷ユーザプログラム単位に論理窒１ｉＪｉを割り当
てることが可能となる。

以下前記したアドレス変換方式を利用した本光明の一実
施例について図を用いて説明する。

第４図は、本発明によるウィンドウバッファの位置づけ
を示したものである。

ユーザプログラム領域４１で、プログラムＡ３１が動作
した場合、＾ＩＪｌ己した様にプログラムＡは、Ａ用の
アドレス変換テーブル４５により、主記憶１２のエリア
３２に対応づけられる。また、プログラムＡのデータ転
送用エリア４２も、前ｄ己チー（９） プル４５により、主記憶１２のエリア４８に対応づけら
れる。

一方、本発明によるウィンドウバッファ領域４３け、ユ
ーザプログラム領域４１とは、別の論理アドレスを有す
る論理記憶エリアとして確保し、ウィンドウバッファ用
のアドレス変換テーブル４６により主記憶１２に対応づ
けられる。

今、プログラムＡ３１から人出カ要求が出されたとする
と、Ｏ８は、ウィンドウバッファ４３内にウィンドウ４
４と呼ばれるエリアを確保する。

該エリアは、ユーザプログラムＡのデータエリア４２と
同じ大きさであり、前記テーブル４６により、主記憶１
２のエリア４８に対応づけられる。

これにより、該ウィンドウ４４に対する読み書きは、前
記データエリア４２に対する読み書きと同じ効果を得る
。

第５図は、前記ウィンドウを用いた入出力転送方式を示
したものである。

第４図と開繊、プログラムＡ３１が入出力装置５４に入
力要求を出した場合を示しである。該プ（１０） ログラム３１、及びデータエリア４２は、プログラムＮ
用のアドレス＜Ｒ換テーブル４５により、主記憶１２の
エリア３２に対応づけられている。マルチプログラミン
グシステムにおいては、入出力要求を出しだプログラム
は、入出力転送が、終了するまでＯ８により入山力終了
待ち状伸とされ１．巾の動作可能なプログラムへ制御が
ｆ多されろ。本図では、プログラムＢに切換った禍合金
示しである。

プログラムの切換に伴い、Ｏ８はアドレス変換テーブル
をＮ用のもの４５からＢ用のもの５２に切換え、論理記
憶４１を主記憶３３に対応づける様にする。これにより
、プログラムへのデータエリアに対応した倫理アドレス
は、全く別の主記憶アドレスに対応づけられることにな
る。しプヒがって、もし入出力装置５４に転送先アドレ
スとして、前記データエリア４２のアドレスを指示する
と、転送すべき主記憶上のエリア４８に転送されないこ
とになる。本発明によるウィンドウエリアを利用するこ
とによりこの間、題はｄけることが可能である。本発明
では、入力要求時にＯ８はウィンドウ（１１） バッファ４３内の空きエリアにウィンドウ４４を確保し
、ウィンドウ用アドレス変換テーブル５３にアドレス変
換データをセットすることによりウィンドウ４４を上記
１意エリア４８に対応づける。

そして、入出力装置５４に対しては、転送先アドレスと
して、今確保したウィンドウ４４の論理アドレスを指示
する。これにより、プログラム切換え時にも影響を受け
ることなくデータ転送を正しく行なえる。この場合、ウ
ィンドウは入出力要求時に主記憶を対応づけるので、ウ
ィンドウ用の主記憶エリアを用意する必要がなく小容量
にて実現できる。

本方式の場合データ転送先アドレスは論理アドレスによ
り与えることが可能であり、論理記憶上のデータエリア
は連続している。したがって入出力装置を一括管理・制
御するチャネルには、転送先論理アドレスと転送容量を
記憶するのみで良く、前記した大量のデータアドレスレ
ジスタを持つことなく、かつ、主記憶上でのデータコピ
ーも不要となり、その結果、入出力処理のオーバーヘッ
ド（１２） を削減することができる。

第６図Ｖよ、ウィンドウバッファの空き管理のだめのテ
ーブルを示したものである。

今、３台の入出力装置ｆ６１，６２．６３に対して、入
出力要求が出されたとする。Ｏ８はそれぞれのデータ転
送に必要な大きさのウィンドウを、ウィンドウバッファ
４３から探し確保する。本図では、入出力装置６１，６
２．６３のそれぞれに対応して、ウィンドウ６４，６５
．６６が確保されており、各入出力装置は、該ウィンド
ウを介して正しい上記ｉ意エリアに転送される。上記し
た様に、ウィンドウは、入出力要求時に動的に割り当て
るため、ウィンドウバッファの空き管理が必要となる。

このだめのテーブルとして、ウィンドウ管理テーブル６
７が設けられている。該テーブル６７には、ウィンドウ
バッファ４３内の空きエリアの論理アドレス、及び大き
さを記憶する。本図では、論理アドレスａｌ　ｌ　　８
２１　”３）大きさＳｌ。

ｓ２＋　８８なる３つの空きエリアが存在した場合（１
３） の前記管理テーブル６７の内容が示しである。これによ
り、入出力要求時のウィンドウの確保処理は、該ウィン
ドウ管理テーブル６７により行なうことができる。すな
わち、入出力要求時のガータ転送容量と、該管理テーブ
ル６７に記憶された空きエリアの大きさを順次比較し、
空きエリアの容量の方が要求されたデータ転送容量より
大きければ、その空きエリアにウィンドウを副り当てる
。

前記テーブル６７には、今割り当てたウィンドウを差し
引いた分を新たな空きエリアとして、その論理アドレス
と大きさをセットする。

一方、ウィンドウの解放は、入出力データ転送の終了時
、すなわち、入出力装置からの転送終了割込時に、その
入出力装置が使用しでいたウィンドウを新たな空きエリ
アとして、前記テーブル６７にｆｄすることにより行な
われる。

第７図は、本発明による入出力装置の起動処理の＋順を
示したものである。

ステップ７１で、まずウィンドウバッファの空きを探す
ため、ＩｇｉＪ記したウィンドウ管理テーブル（１４） 全玲照する。ウィンドウ管埋テーブル内に、データ・畝
送に必要な大きさの空きがなければ（ステップ７２）、
入出力替歌を出したユーザプログラムをウィンドウバッ
ファ空き待ち状態としくステップ７６）他のユーザプロ
グラムに制御を移す。一方、ウィンドウバッファに十分
な空きがあればウィンドウを確保しくステップ７３）、
そのウィンドウの論理アドレスに対応したアドレス変換
テーフ゛ルに、ユーザのデータエリアの主ｄ己りはアド
レスをセットする。（ステップ７４）その後、入出力装
置に対して今確保したウィンドウの論理アドレスを指定
してデータ転送ヲ］占示する。（ステップ７５）これに
より、入出力装置は、今確保したウィンドウを介して正
しくデータ転送を行なうととが可能となる。

第８図は、入出力装置からの終了割込に対する終了処理
の手順を示したものである。

一般に、Ｏ８は入出力装置に対応した管理テーブルによ
り、該装置の状態を管理している。したがって終了刷込
により、その管理テーブルの状態（１５） を使用中から空きに変更する必四がある。これを、入出
力装置の解放処理と呼ぶ。（ステップ８１）本発明にお
いては、これに引き続き、起動時に確保したウィンドウ
を解放する必保がある１、これは、前記したウィンドウ
管理テーブルに今使用し終ったウィンドウを空きエリア
として登録することにより行なわれる。これをウィンド
ウの解放処理と呼ぶ。（ステップ８２） 〔発明の効果〕 本発明によれば、多重論理記憶管理方式においても入出
力装置、あるいは、チャネルに対して連続した論理記憶
上のエリアの論理アドレス及びその大きさを指示するこ
とにより、データ転送を行なうことが可能となり、入出
力装置あるいはチャネルに大量のデータアドレス用レジ
スタを持つ必要がなくなる。そのため、その分のハード
ウェア量の削減が可能となり、経済性に優れる。

また、入出力要求時に動的に確保するウィンドウにより
、入出力処理における主記憶上でのデータコピーが糸要
となるため、入出力処理オーバー（１６） ヘッドを削減でき、よって、ＣＰＵの負荷を小さくｆ乙
ことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、従来技術によるシステム構成、第２図は、ア
ト／ス変喚方式の概略図、第３図は、多重論理空間方式
の概念図、第４図は、ウィンドウバッファの全本図、第
５図はウィンドウを用いた入出力転送方式、第６図は、
ウィンドウバッファの空き管理テーブル、第７図は、本
発明による入出力装置の起動処理フロー、第８図は、そ
の終了処理フローを示したものである。 ４１．４３・・・論理記憶中ＦＩｓｊ、４５．４６・・
・アドレス変換テーブル、６７・・・論理記憶空間管理
テーブル。 代理人　弁理士　高橋明夫 （１７） 第　１１ 第　’７１ｉ２′１ −４６６− 第　８　旧 杯ゴカＪ里

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、　アドレス変換機構を有し、且つ多重論理記憶空間
   が設定可能な計算機システムにおいて、該多重論理記憶
   空間とは異なる論理記憶空間と、この論理記憶空間のだ
   めの管理テーブルを設定し、該管理テーブルによって該
   論理記憶空間の空きを管理し、入出力装置とのデータ転
   送の起動処理時に、該管理テーブルを参照して該論理記
   憶空間に動的に主記憶の削り当てを行い、転送すべき主
   記憶エリアを該論理記憶空間に対応づけ、入出力装置に
   対して、対応づけられた該論理記憶空間上のエリアの論
   理アドレスおよびその大きさを指定してデータ歓送の指
   示を行い、終了処理時に、使用済みの論理記憶空間に関
   する管理テーブルの解放処理を行うようにしたことを特
   徴とする入出力データ転送方式。