JPS61272833A

JPS61272833A - デ−タ処理装置

Info

Publication number: JPS61272833A
Application number: JP61088408A
Authority: JP
Inventors: ジェームズ・ロバート・ウォルシュ
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1985-05-23
Filing date: 1986-04-18
Publication date: 1986-12-03
Anticipated expiration: 2010-06-07
Also published as: EP0210345A2; EP0210345A3; JPH0754471B2; ES555235A0; AU5572586A; ES8707351A1; AU579234B2; DE3665946D1; EP0210345B1; CA1234634A; BR8602065A; MX165180B; US4660144A

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】以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野Ｂ、従来技術Ｃ０発明が解決しようとする問題点り０問題点を解決するための手段Ｅ、実施例ｅｌ、ＭＰシステムと実サービス・プロセッサをもつ装
置（第１図）ｅ　２．　　従属マシン（第２〜５図）ｅ　３．　　主
ＭＰまたはＵＰ構成へのサービス（第（５ａ、６ｄ、７
ａ、７ｂ図）Ｆ１発明の効果Ａ、産業上の利用分野この発明は、一般的には実（ホスト）マシンのゲスト・
マシンである仮想マシンに関するものである。特に、こ
の発明は、仮想（ベース）マシンにサービスするかまた
は多重処理構成を形成するかのどちらかである従属仮想
マシンに関するものである。

Ｂ、従来技術仮想ゲストが実（ホスト）ユニプロセッサ（Ｕｐ）シス
テムまたは実（ホスト）マルチプロセッサ（ＭＰ）にロ
グ・オンするとき、ホストの記憶装置のある領域には仮
想マシン定義制御ブロック（ゲストＶＭＤＢＫ）が形成
される。この領域はゲストを定義するために必要な装置
情報と制御ブロックをすべて含んでいる。とのゲス）　
ＶＭＤ　ＢＫのポインタは保持されている記憶領域、す
なわちホスト中核内の５ＹＳＧＥＮ共通領域内にある。

データ処理装置の動作の間の任意の時点で、走行中のゲ
ス）ＶＭＤＢＫはいくつかのタイプ、例えばＩＢＭシス
テム／３７０−ＸＡまたはＩＢＭシステム／３７０のう
ちの１つである。そのタイプは、ＶＭＤＢＫが形成され
て定義コマンドにより変換され得るとき割シ当てられる
。このＶＭＤＢＫがあられす仮想ＣＰＵのアドレスは、
もし２つ以上のゲストがシステムにログ・オンするとき
大域巡回リスト（ＶＭＤＣＹＯＬＥ）と呼ばれるＶＭＤ
ＢＫのチェイン中に含まれる。ゲストＶＭＤＢＫは次の
ものを含む。

（１）ホスト・システムに対して仮想ゲストを記述する
ゲスト状態記述子。これは次のものからなる。

（１ａ）ゲストのモード（タイプ）、例えばシステム／
３７０の記述。

（１ｂ）ゲスト・プログラム状況ワード（ｐ　ｓｗ）。

（１Ｃ）ゲストの制御レジスタ０〜１５の内容。

ｅ）　ゲストの汎用レジスタ０〜１５の内容。

（３）　　ゲストの浮動点レジスタ０〜乙の内容。

米国特許第４４５６９５４号には、仮想（ゲスト）ユニ
プロセッサーシステムが実ＵＰまたは実ＭＰシステムで
エミュレートされることを可能ならしめる開始解釈実行
命令（ＳＩＥ）について記述され、ＳＩＥは、オペレー
ション・コードト、制御ブロックの実主記憶（ＭＳ）中
のオペランド・アドレスからなる。この制御ブロックは
状態記述子（ＳＤ）であシ、上述のようにゲス）　ＶＭ
Ｄ　ＢＫとともに収められている。このＳＤは、仮想シ
ステム、すなわち仮想記憶をもつ仮想ＣＰＵの状態と、
仮想システムが実（ホスト）システム上でどのように動
作する予定であるかを制御するためのある状態とを定義
するデータを受は取る複数のフィールドを含んでいる。

それゆえ、実主記憶中に存在する１つのＳＤは、仮想Ｕ
Ｐシステム、すなわち１つの仮想ゲストを定義する。そ
して、２個以上のＳＤは複数の仮想ＵＰシステム、すな
わち複数のゲストを定義する。実（ホスト）システムが
、各々対応するＳＤによシ仮想ゲストを記述するＳＩＥ
命令を逐次的に実行するとき、複数の仮想ゲストが作動
している。呼び出しＳＩＥと呼ばれる処理は、ＳＩＥ命
令がホスト・プログラムの命令ストリーム中で実行され
るときには常に発生する。この処理は、実ＣＰＵ中のマ
イクロコードとハードウェアが、ＳＩＥ命令により呼び
出された仮想命令を支援するのを可能ならしめることに
よシ、エミュレートされるべきゲストに備える。

ＳＩＥ命令が呼び出された後は、ゲスト・プログラムが
、ＳＩＥ命令によシ指示されたＳＤによシ定義される仮
想ゲストの実行を開始する。

仮想ＭＰシステムもまた、共通の実主記憶に緊密に連結
された複数の実ＣＰＵをもつ実ＭＰシステム中に設ける
ことができる。そのような実ＭＰシステムにおいては、
実ＵＰシステムについて前に説明したように実主記憶中
の複数のＶＭＤ　Ｂ　Ｋの各々によって複数の仮想ＭＰ
システムが定義さる。こうして、複数のＶＭＤＢＫの各
々が実ＭＰシステム中の異なる仮想ゲストを定義する。

ＭＰシステム中の実ＣＰＵの１つまたはそれ以上が、任
意の時点で、ゲスト・プログラムが個々のＳＩＥ命令の
もとで実行されるようなエミュレーション・モードにあ
ることができる。言いかえると、実ＭＰ主記憶中の異な
るＶＭＤＢＫによって朧別された複数の仮想ＭＰシステ
ムが同時にプログラムを実行することができる。

解釈実行についてのさらなる記述は、ＩＢＭジャーナル
・オン・リサーチ・アンド・デベロップメント（Ｊｏｕ
ｒｎａｌ　　ｏｆ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　　ａｎｄＤｅｖ
ｅｌｏｐｍｅｎｔ　）Ｖｏｌ　、２７、＆６　、１９８
３年１１月６日、Ｐ、Ｈ，ガム（ｇｕｍ）　　による１
システム／３７０拡張アーキテクチヤ：仮想マシンのた
めの機構（Ｓｙｓｔｅｍ／３７０　ＥｘｔｅｎｄｅｄＡ
ｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　　：　　Ｆ’ａｅｉｌｉｔ＋
ｓｉｓ　　ｆｏｒＶｉｒｔｕａｌ　　Ｍａｃｈｉｎｅ３
）＃　と題する論文に見出される。この他の関連情報は
特開昭６０−１７１５５２号公報及び係属中の米国特許
出願第６３５３８８号にも見出される。

他には、コンピュータ（Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　）、ＩＥＥ
ＪＶｏｌ、９、Ｉ６．２．１９７６年２月、ｐＩ）、３
８−４２０Ｇ、Ｄ、バグレー（Ｂａｇｌａｙ　）による
１スカウトー拡張仮想マシン（Ｔｈｅ　　５ｃｏｕｔ　
−Ａｎ　　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ　　Ｖｉｒｔｕａｌ　　Ｍ
ａｃｈｉｎｅ　）”と題する文献も関連がある。スカウ
ト・マシンにおいては、１次ゲスト・オペレーティング
・システムをもつゲスト実記憶の一部が、１次ゲスト・
オペレーティング・システムを変更する能力をもつ特定
の（２次）オペレーティング・システムのために保持さ
れる。しかし、多くの問題によシ、スカウト・マシンの
概念は一般には受は入れられないものとなっている。例
えば、ゲスト・オペレーティング・システム間の衝突を
防止するためには２つのコンソールが必要であシ、ペー
ジ・ゼロを処理するために特定のゲスト・オペレーティ
ング・システムが変更され、Ｉ／Ｏ割シ込みは、それら
が正しいオペレーティング・システムを反映するように
解釈される。さらに、１次ゲスト・オペレーティング・
システムから２次ゲスト・オペレーティング・システム
までに実記憶の損失がある。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点この発明の目的は、あるシステム制御プログラム・コン
ソール機能の実行の間に、他のすべてのシステム制御プ
ログラム・コンソール機能を使用者に利用可能とするこ
とにある。

この発明の他の目的は、ベース仮想マシンＣＰＵにサー
ビスを与えるとともに、そのサービスを要求するすべて
のベース仮想マシンのためのモデルとして使用すること
のできるプロトタイプ従属仮想マシンＣＰＵを構成する
ことにある。

この発明のさらに他の目的は、任意の個数の仮想マシン
によって一度だけ使用されるプロトタイプ従属仮想マシ
ンＣＰＵを構成するために、単一ディレクトリ中で従属
仮想マシンＣＰＵのアーキテクチャを定義することにあ
る。

この発明のさらに他の目的は、仮想システムとその従属
仮想システムの両方について１個のコンソールを使用す
ることにある。

この発明のさらに他の目的は、ゲスト・サービスまたは
ゲスト・マルチプロセッサ構成のどちらかで従属仮想マ
シンを利用することにある。

この発明のさらに他の目的は、ｖ＝ｖまたはＶ＝Ｒのゲ
ストのどちらかにサービスを与える従属仮想マシンを構
成することにある。

この発明のさらに他の目的は、主ＵＰまたはＭＰ構成の
記憶を共有しない従属仮想サービス・マシンを利用する
ことにある。

Ｄ１問題点を解決するための手段本発明によれば、実ＣＰＵをもつ実マシンと、実記憶と
、Ｉ／Ｏ装置及びそのＩ／Ｏ装置を制御するために実Ｃ
ＰＵ中で走行するホスト・オペレーティング・システム
と、その上で走行するゲスト−オペレーティング・シス
テムをもつベース仮想ＣＰＵとを有するデータ処理装置
が与えられる。

この装置は、ベース仮想ＣＰＵに接続された従属仮想Ｃ
ＰＵをもつ従属仮想マシンを具備している。

そのホスト・オペレーティング・システム・プログラム
は、ベース仮想マシン中で実行されるゲスト拳オペレー
ティング・システム・プログラムと、各従属仮想マシン
中で実行される少くとも１つのプログラムとともに実行
される。

Ｅ、実施例ｅｌ、　ＭＰシステムと実サービス・プロセッサをもつ
装置別のプロセッサ（単数または複数）にサービスするプロ
セッサは従来知られている。ハードウェアの観点から、
サービス・プロセッサ、例えば１１Ｍ３０８２が、実（
主）ＵＰシステム、例えばＩＢＭ３０８３、または実（
主）ＭＰシステム、例えばＩ　ＢＭ３０８１にサービス
と診断機能を与える（　Ｉ　ＢＭ３０８１は２個の集積
された中央処理装置をもち、その各々は中央記憶装置と
、Ｉ／Ｏ装置に連結するための２組のチャネルに等しく
アクセスし得る）。サービス・プロセッサは、それがサ
ービスするＵＰまたはＭＰシステムの記憶を共有する。

別のプロセッサにサービスするプロセッサが第１図のデ
ータ処理装置によって示されている。特に、このデータ
処理装置は、第１及び第２の実ＣＰＵ１ＣＰＯ，ＣＰｌ
、システム制御装置ＳＣ。

主記憶ＭＳ及び外部データ制御装置ＥＸＤＣを有シテい
る。各Ｃ’ＰＵはバッファ制御要素Ｂ　ＣＩ。

命令要素ＩＥ、実行要素ＥＥ及び制御記憶要素Ｃ８Ｅを
有している。そして、システムの初期化の間に、マイク
ロコードが、バッファとＭＳの指定された領域にロード
される。制御記憶要素Ｃ８Ｅは命令要素ＩＥにマイクロ
コードの制御を与える。

ＩＥは、マイクロコードの制御下にあって、ＭＳから命
令を受は取って解釈し、適当な実行領域にオペランドを
指名するＣＰＵの部分である。記憶オペランドは、ＩＥ
によシ、バッファ制御要素ＢＣＥから７エツチされる。

ＢＣＥは、ＣＰＵとシステム制御装置ＳＣの間のデータ
経路及びＣＰＵ内のデータ経路を制御する。実行要素Ｅ
Ｅは、ハードウェアの制御下で命令を実行する。外部デ
ータ制御装置ＥＸＤＣは、制御装置とＩ／Ｏ装置のため
のＩ／Ｏチャネルを支援するために、ハードウェアとマ
イクロコードの制御を与える。

第１図のデータ処理装置にはまた、ＭＰシステムのため
の機能を与え且つ実行するための（実）サービス・プロ
セッサＳＰが含まれている。例えば、ＳＰはほぼすべて
のコンソールに制御機能を与え、ＭＰシステム中のすべ
ての動作をモニタし監視するために用意する。サービス
・プロセッサＳＰは、第１図に破線で表示されたように
、　ＭＳとＭＰシステムの実ＣＰＵにアクセスを有する
。

ｓ　２．　　従属マシン従属マシンは、第２図のデータ処理装置に示すように、
存在する仮想マシンと並列に構成（接続）された仮想マ
シンである。この場合、仮想マシン１はペース仮想マシ
ンまたはペースＣＰＵと呼ぶことにする。ペースＣＰＵ
と従属マシン１ａは、データ処理装置の主記憶中のホス
ト・オペレーティング・システムのゲストである（仮想
マシンｎなどの別の仮想マシンも、ＭＳ中のホスト・オ
ペレーティング・システムのゲストとして構成すること
ができる）。従属仮想マシンは、そのペース・マシント
仮想マシン・コンソールヲ共有スル。

この従属マシンは特定の仮想マシンに類似性を有するの
で、ペース・マシン中で処理されているどのような活動
についても、従属マシン中で実行する機能を作成するこ
とができる。そして、すべての従属マシンの連絡をペー
ス・マシン、！：　同一＋７）　：７ンソールを通じて
行なうようにすることによシ、従属マシンで実行されて
いる機能を進行させるためにペース・マシンからログ・
オフまたは連絡を切断する必要がない（従属マシン環境
においては、従属マシンのオペレータのコンソール７％
、従Ｒマシンのオペレータが、システム制御プログラム
（ｓｅｐ）と連絡する装置である）。従属マシンのこの
態様は、（ペース・マシンの）使用者との対話を維持す
るホスト・オペレーティング・システム制御プログラム
（ｓｅｐ）コンソール機能の構築を可能とし、さらには
その他のすべてのｓｅｐ機能がその対話の間使用者に利
用できるようにすることを可能とする。これにより、コ
ンソール機能の実行の間の他のすべてのＳＣＰコンソー
ル機能についての、使用者に対する通常の使用不能が克
服される。また、論理的にはＳＣ２内に所属していない
サービスを実行する何らかの大型の処理が従属マシン（
中のプログラム）の一部として与えられることがあシ、
そのとき従属マシンは仮想マシン・システム・スケジュ
ール及ヒ指名機能ヲ利用できるが、依然としてｓｅｐ及
び計数処理からは分離することができる。そのようなサ
ービス機能ハ、スプール・ファイル編集プロクラム力、
ＳＣＰ実行タイプの機能か、またはフォーマット・プロ
グラムである。従属マシンにプログラムを配置すること
によシ、サービス・プログラム（または機能）がｓｅｐ
の内部機能領域から離隔され、以てホストＳＣＰのサー
ビス・プログラムにおけるエラーに対する危険性が低減
される。尚、アプリケーション・プログラムのみならず
、オペレーティング・システム・プログラム及びサービ
ス−プログラムもまた各従属マシン中で実行され得る。

従属マシンは、ＶＭＤＢＫを作成するためのモジュール
ＨＣＰＢＶＭに対する呼び出しと、ＬＯＧＯＮモジュー
ルに対する呼び出しによシ構成される（特に、モジュー
ルＩ（ＣＰＬＯＧは仮想Ｉ／Ｏ装置を構成するために呼
び出され、モジュールＨＣＰＢｖＭは仮想ＣＰＵを構成
するために呼び出される。モジ！−ルＨｃＰＢＶＭはＶ
ＭＤ　Ｂ　Ｋを作成しそれを一部初期化する。モジュー
ルＨＣＰＬＯＧとＨＣＰＬＧＮＩ！ＶＭＤＢＫフィール
）’に残シのエントリを与える。モジュールＨＣＰＬ０
ＧはＨＣＰＵＤＲを呼び出す。ＨＣＰＵＤＲは、さらに
ＶＭＤＢＫを作成するためのブイレフ）　ＩＪ・エント
リを使用するモジュールである。これらのモジュールの
うちのいくつかについては後で説明する。）。呼び出し
者（使用者）は構築されるべき従属マシンのタイプを識
別する。もし従属マシンを構成するためにＬＯＧＯＮが
使用されるならば、すなわち使用者が、従属マシンの作
成を制御しその記憶をセット・アップするモジュール（
ＨＣＰＡＤＪ　）を呼び出すｓｅｐコマンドを発行する
場合、ディレクトリのエントリは、仮想マシンとその構
成を定義するために使用される。すなわち、そのディレ
クトリはペース仮想マシンと、ベースＣＰＵとともにゲ
ストＭＰシステムを形成することになる任意の初期従属
マシンを決定する。

その少しあとの時点で、使用者は、ＭＰ構成中で別のブ
トセッサとして使用されることになるか、または何らか
のサービス機能を走行させるサービス・プロセッサとし
て使用されることになる別の従属マシンを定義すること
ができる。従属（仮想）マシンは、対応する制御ブロッ
クと使用者のためのＶＭＤＢＫを指定するフィールド及
びアドレスをもつ従属仮想マシン定義ブロック（従属Ｖ
ＭＤＢＫ）を構築することによって作成される。この従
属ＶＭＤＢＫは、フォーマット及び機能において、ゲス
ト（ベース）ＶＭＤＢＫに類似している。

両ＶＭＤＢＫは、仮想マシン構成を実現するために、ホ
スト・オペレーティング・システムにより、すなわち初
期的にはモジュールＨＣＰＢＶＭ（後で説明する）によ
り作成される。従属ＶＭＤＢＫはベースＶＭＤＢＫに緊
密に結合されうるものであシ、この場合、従属ＶＭＤＢ
Ｋは記憶とそのＩｌｏとを共有することができるのみな
らず、従属ＶＭＤＢＫがベースＶＭＤＢＫとは異なシ自
身の記憶とＩｌｏをもつことを可能ならしめるように柔
軟結合サービス・システムを作成することもできる。仮
想Ｉ／Ｏ構成は、ベースＶＭＤＢＫに対する接続機構の
列として特定のＩｌｏのシミュレーションを与えること
によシ、ホスト・オペレーティング・システム、すなわ
ちモジュールＨＣＰＬＯＧによって作成される。典型的
なＶＭＤ　Ｂ　Ｋのいくつかのフィールドが第５図に示
されている。

従属ＶＭＤＢＫが表示する従属マシンＣＰＵのアドレス
は論理巡回リスト（ＶＭＤＬＣＹＣＬ）と称するチェイ
ンに含まれている。従属ＶＭＤ　Ｂ　Ｋはさらに、ベー
スＣＰＵに対して従属マシンを記述する従属マシン状態
記述子を含んでいる。さらに、ＶＭＤＢＫのタイプ、す
なわちベース（ＥＱＵ　　ＶＭＤＴＹＰＵＳ）または従
属（ＥＱＵ　　ＶＭＤＴＹＰＡＤ）のタイプを識別する
ＶＭＤ　Ｔ　ＹＰＥフィールドが存在する。

従属マシンはベースＣＰＵにサービスを与える目的で、
例えば制御プログラム・コマンドのシーケンスを実行す
る目的で作成される。そのようなサービス従属マシンに
は、有効化するために、プログラムすなわちゲスト・オ
ペレーティング・システムをロードする必要がある。こ
のプログラムは、初期プログラム・ロード（ＩＰＬ）に
続いて直接アクセス記憶装置からロードすることができ
、あるいは多数のホスト−オペレーティング・システム
常駐装置からソフトウェア・モジュールとしてホストに
よりロードすることもできる。（言いかえると、ｓｐｃ
はゲスト記憶中に再ロードされるシステム・データ・フ
ァイル中にゲスト・オペレーティング・システムのイメ
ージを保持することができる）。選択された（ＩＰＬさ
れた）ｓｅｐはゲス）ＭＰ構成及びホスト・オペレーテ
ィング・システム中の各従属マシンＣＰＨに対応して作
業を作成することができ、次に従属マシンＣＰＵを指名
することができる（仮想マシンの使用者がＳＣＰ　　Ｉ
ＰＬコマンドに入った後は、仮想マシンが初期的に仮想
マシンＳＣＰコマンド環境に入ることは広く理解されて
いる）。従属マシンは、ペース・マシンと同時に走行す
るかまたは、ペース・マシンと交互に走行するために構
築される。

従属マシンの記憶はペース・マシンの記憶とは異なる（
このことはサービス従属マシンの場合にもあてはまる）
。現在実行中の従属マシンは、実ＭｐｔたはＵＰ構成と
記憶を共有することはない。

各従属マシンは特定のペース仮想マシンに対応づけられ
ているので、同一のペース・マシンに連結された従属マ
シンは局所巡回リストにつながれ、通常の大域巡回リス
）　（ＧＣＬ）にはつながれない。大域システム巡回リ
ストはシステムの各活動使用者毎のペース仮想マシンを
含んでいる。言いかえると、各活動使用者毎に、第３図
に示す仮想マシン定義ブロック（ゲストＶＭＤＢＫ）に
よって表示されるペース仮想マシン（ゲスト）が存在す
る。第３図は１〜ｎまでの各使用者のゲストｖＭＤＢＫ
を示しており、各ゲス）ＶＭＤＢＫは別の１つのゲスト
ＶＭＤＢＫに対するポインタを含む。最初のゲス）ＶＭ
ＤＢＫは実オペレーティング・システム（ホス）−オペ
レーティングもシステム）をあられすシステムＶＭＤＢ
Ｋ中のポインタによって指定される（システム’／ＭＤ
　Ｂ　ＫはＳｃｐ中の固定部分であシ、システム初期時
間にシステムによって使用するために作成される。その
後のすべてのＶＭＤＢＫは、チェイン、すなわちシステ
ムＶＭＤＢＫで始ｔリシステムＶＭＤＢＫで終わる大域
巡回リストに加えられる）。すなわち、最初のゲス）Ｖ
ＭＤＢＫを指定するシステムＶＭＤＢＫで開始され、最
初のゲストＶＭＤ　Ｂ　Ｋに指定が戻るｎ番目のゲス）
ＶＭＤＢＫｔでに至るＶＭＤＢＫポインタのチェイｙ（
ＶＭＤＣＹＣＬＥ）が大域システム巡回リストを形成す
る。この巡回リストはシステムＶＭＤＢＫに連結されて
いるので、システムは、大域巡回リストを検索すること
によって（すべての活動使用者の）各活動ペース仮想マ
シンを検出することができる。しかし、従属マシンがペ
ース仮想マシンとともに構成される場合は、ＶＭＤＢＫ
の局所巡回リス）（ＬＣＬ）もまた作成される。言いか
えると、局所巡回リストはペース仮想マシン（単一使用
者）にのみ連結されていて、一般的には、システム（ホ
スト）コマンドがシステム上で活動している仮想マシン
の大域巡回リストを検索している間に、システム・コマ
ンドが従属マシンを検出しないようにする。第４図を参
照すると、もし１番目（ｉ＝１〜ｎ）が１つまたはそれ
以上の従属マシンを利用しているとすると、局所巡回リ
ストが作成されることになり、これによりｉ番目のゲス
トＶＭＤＢＫ（ペース・マシン）が最初のｉ番目のゲス
ト従属マシンＶＭＤＢＫを指定することになる。１番目
のゲス）ＶＭＤＢＫで開始され、指定が１番目のゲス）
ＶＭＤＢＫに戻る最後の（ｋ番目）ｉ番目のゲスト従属
マシンＶＭＤＢＫに至るＶＭＤＢＫポインタのチェイン
が局所巡回リストを形成する。１番目のペース・マシン
をあられすＶＭＤ　ＢＫは大域巡回リスト中に依然とし
て残っているが、システムは１番目のペース・マシンに
連結された従属マシン（から分離されている）を検出す
ることができない。局所巡回リストは単一の使用者のシ
ステムのみに関与し大域巡回リストからは分離している
ので、大域巡回リストは各活動ペース仮想マシン、すな
わち各ゲス）ＶＭＤＢＫを示すのミテ、従属マシン、す
なわち各従属ＶＭＤＢＫは示さない。その結果、１つの
活動ペース仮想マシンの局所巡回リストは、別の活動ペ
ース仮想マシンの巡回リストで使用されているＶＭＤＢ
Ｋ名称の重複である二−モニツクＶＭＤＢＫ名称を含む
ことができる。このことは、もし局所巡回リストが大域
リストの一部であるなら許容されないことである。それ
ゆえ、従属マシンの単一ディレクトリの定義は、従属マ
シンの特定タイプのサービスを要求する（コマンドを発
行する）各々の使用者（ベース仮想マシン）のためのプ
ロトタイプとしての役割を果たす（従属マシンのタイプ
のアーキテクチャを定義する）ことができる。言いかえ
ると、スプール・ファイルの編集またはホスト制御プロ
グラム・コマンドのシーケンスの発行及び実行等のサー
ビス機能を与える従属マシンは、これらのサービスを要
求する使用者毎にではなく、一度だけ定義されることに
なる。一般的には、従属マシンのディレクトリ定義が、
単一のシステム・セツションの間に任意の数の設定従属
マシンを作成するためのプロトタイプとして使用するこ
とができる。このプロトタイプは、単一のペース仮想マ
シンまたは任意の数の異なるペース仮想マシンに対して
多くの類似する従属マシンを定義するために使用するこ
とができる。そのディレクトリは、各初期仮想マシン構
成、すなわち使用者によシ要求されたＩ／Ｏ装置とベー
ス及び従属仮想マシンを記述するレコードの列を含み、
システム・プログラマによって維持されるファイルであ
る（そのディレクトリは、システムに対するアクセスを
制御し、ログ・オンしようとしている使用者のだめの特
定の仮想マシン構成を記述するステートメントを与える
ために使用されるシステム・ボリューム（すなわちディ
スク・バック等）上の指定領域中の制御ブロックの列で
ある。このステートメントは、使用者識別、装置構成、
及びログ・オンの時点で使用者のために作成される仮想
マシンの初期セットアツプを含む。このディレクトリは
また、アクセスを要求する使用者以外の使用者によって
所有されているディレクトリに定義されている直接アク
セス記憶装置（ＤＡＳＤ）ボリュームにアクセスする要
求を有効化するためにも使用される。

）。

もし仮想ＭＰシステムが従属仮想マシンを使用して作成
されるならば、ディレクトリ中の情報は各活動ベース仮
想マシン毎の従属ＣＰＵの最大個数をあられす。マルチ
・プロセッサ構成の場合、各従属ＣＰＵは基本ＣＰＵ１
すなわちシステム／３７０またはシステム／３７０拡張
アーキテクチヤと同一のアーキテクチャを持っている。

しかし、上述したように、もし従属マシンがサービス機
能、例えばスプール・ファイルの編集用に使用されてい
るならば、ディレクトリはベースＣＰＵのアーキテクチ
ャとは異なる従属マシンのアーキテクチャを定義するこ
とになる。その結果、そのサービスを実行する従属マシ
ンは、そのベース・マシンがＩＢＭシステム／３７０拡
張アーキテクチャを利用することができる間にＩＢＭシ
ステム／３７０アーキテクチャを利用することができる
。サービス従属マシンのディレクトリ定義は必要ならば
、それと同一のサービスを実行するべく別の従属マシン
を作成するためのプｏ）タイプとして使用されることに
なる。

典型的なディレクトリは次のエントリを含む。

（１）　　使用者識別、権限分類及び会計データ。

（２）　　ポインタ１１の種類、例えば通常またはプロ
トタイプ（サービス従属マシン）。

（３）　　使用者のＣＰＵ記述（システム／３７０また
はシステム／３７０−ＸＡ）。

（４）定義され得る従属ＣＰＵの数。

（５）省略及び最大ゲスト（ペース仮想マシン）実記憶
サイズ。

（６）　　使用者を共有された直接アクセス記憶装置に
接続するコマンド。

（７）　　使用者自身の直接アクセス記憶装置の定義。

（８）使用者のプリンタと、パンチと、カード・リーダ
と、コンソールの構成。

（９）　　自動的にプログラムを初期ロードされるべき
装置（もし存在するなら）。

ＶＭＤＢＫは仮想マシンについての状況情報を含む。Ｖ
ＭＤＢＫに含まれていない仮想マシンについての情報は
、ＶＭＤＢＫ中に右柱されているポインタによって指定
される。例えば、ＶＭＤＢＫは、仮想マシンのＩ／Ｏ構
成を記述するＶ　Ｉ）　Ｅ　Ｖに対するポインタを含む
（ＶＤＥＶは装置のタイプ、キュー（ｑｕｅｕｅ　）さ
れたＩ／Ｏ要求、キューされたタスク、その所有者であ
るＶＭＤＢＫに対するポインタ、及びそれの関連ＲＤＥ
Ｖを含む）。

一部を第５図に示した典型的なＶＭＤＢＫは次のような
フィールドを含む。

（１）　　ＶＭＤＣＹＣＬＥは、大域巡回！Ｊ、’、ト
・チェイン用の前進ポインタとして機能する大域巡回リ
スト・チェイン・ポインタである。このシステム中のす
べてのゲストＶＭＤＢＫは第３図に示すように、システ
ムＶＭＤＢＫ中に在駐されていル単一スレッド（ｔｈｒ
ｅａｄ　）　　チェイン中に連結されている。しかし、
システムＶＭＤＢＫは巡回リストの中にはない。

（２）　　ＶＭＤＬＣＹＣＬは局所巡回リスト・チェイ
ンの前進ポインタとして機能する。従属仮想マシン構成
においては、その構成におけるすべての従属仮想ＣＰＵ
を連結するために局所巡回リストが使用される。局所巡
回リストは、第４図に示すようにペースＶＭＤＢＫに在
駐された単一スレッドの前進指定チェインである。

（３）　　ＶＭＤＯＲＩＧはＬＯＧＯＮで確立されたゲ
スト（ペース）ＶＭＤＢＫのアドレスを含み、局所巡回
リストのためのアンカー（ａｎｃｈｏｒ　）である。従
属仮想ＶＭＤＢＫはペースＶＭＤＢＫから定義される。

すべての従属ＶＭＤＢＫは、位置構成のペースＶＭＤＢ
ＫをアドレスするためにＶＭＤＯＲＩＧを使用する。

（４）　　ＶＭＤＢＡＳＥは、記憶及びＩ／Ｏ構成を所
有するＶＭＤＢＫのアドレスを含む（ＶＭＤＢＡＳＥは
すべての従属マシンに対してその従属ＶＭＤＢＫを指定
する。）。

（５）　　ＶＭＤＴＹＰＥはＶＭＤＢＫのタイプ、例え
ばシステムＶＭＤＢＫと、（ログオンから生じる）使用
者ＶＭＤＢＫと、従属ＶＭＤＢＫと、定義されたＣＰＵ
　　ＶＭＤＢＫ（仮想ＭＰ構成の一部）などである。

（５）　　ＶＭＤＣＦＲＥＱはコンソール機能入力フラ
グである。このフィールドは、コンソール機能入力要求
を支援するために（以下で述べる）モジュールＨＣＰ　
ＣＦ’Ｍを入力するようにペースＶＭＤＢＫが要求され
た時を表示する。このフィールドは、任意のコンソール
機能が実行される前にすべてのＶＭＤＢＫがＨＣＰＣＦ
Ｍに入ることを保証するために使用される。これは、局
所巡回リスト中のすべてのＶＭＤＢＫに、コンソール機
能を実行する前にＥＮＤＯＰ（ＣＰＵがアイドルである
時点）に達することを要求する技術の一部である。

（７）　　ＶＭＤＣＦＤＳＰはコンソール機能ＥＮＤ（
）Ｐ７ラグである。このフィールドは、ゲストがコンソ
ール機能モードのためにＥＮＤＯＰに保持されている時
を示す。モジュールＨＣＰＣＦ’Ｍは、コンソール機能
モードに入るためにＶＭＤ　ＢＫが停止されたときは何
時でもこのフィールドをセットする。このフィールドは
、別のＶＭＤＢＫが走シ始める前にリセットされる。

（８）　　ＶＭＤＣＦＣＰＵは、ＳＣＰ：ｒ−ｖｙドを
受は取ることになっているＭＰ構成中のＶＭＤ　ＢＫの
アドレスを含む。（ペースＣＰＵアドレスを含む）ペー
スＣＰＵに関連づけられた従属ＶＭＤＢＫがこのフィー
ルドに割シあてられることになる。

（９）　　ＶＭＤＶＲＴＥＲＭは、使用者表示ステーシ
ョン実装置ブロック・アドレスを含む。これは、使用者
がログ・オンした端末のＲＤ　ＥＶである。

（／Ｏ）ＶＭＤＶＣＯＮＳは、ゲスト・システム・コン
ソールに対応する仮想装置ブロック（ＶＤＥＶ）のアド
レスを含む。

（１１）ＶＭＤＣＰＵＩＤは、ゲストＶＭＤＢＫが作成
されるときにログオンの時点で特定されるゲストＣＰＵ
を識別する。

（１２）ＶＭＤＣＰＳＥＲは、ログオンまたはゲストの
ディレクトリにおいて特定されるゲストＣＰＵの直列番
号を識別する。

（１３）ＶＭＤＣＰＵＡＤ＆’！、ＶＭＤＢＫが表示す
る仮想ＣＰＵの２進アドレスを含む。

（１４）ＶＭＤＣＦＣＮＴは、コンソール機能ＥＮＤＯ
Ｐカウントを含む。このフィールドの正の値は、仮想構
成中で走行するＶＭＤＢＫのカウントをあられす。これ
のゼロの値はアイドル構成、すなわち仮想構成中のすべ
てのＣＰＵがＥＮＤＯＰにあることを示す。これの負の
値は、コンソール機能がその構成のために走行している
ことを示す。このフィールドは、コンソール機能の処理
を直列化するためのＣ０Ｎ５ＯＬＥ　　ＦＵＮＣＴＩＯ
Ｎ　　ＬＯＣＫである。このフィールドが排他的（ＶＭ
ＤＣＦＣＮＴ＝Ｏ）に保持されると、コンソール機能タ
スクが走行中となり、いかなる第２のコンソール機能も
開始できない（このフィールドはＨＣＰＣＦＭ出口処理
により変更されることになる）。

（１５）ＶＭＤＣＦＰＮＤは、コンソール機能がベンデ
ィングであることを示す。このフィールドは仮想マシン
構成のためのコンソール機能タスクの処理を制御する。

ＣＦタスクが開始されると（ＶＭＤＣＦＲＥＱ＝１６進
ＩＦＦ’ｌ　　）、このフィールドは、扱うべきよシ多
くのコンソール機能が存在する限、９ＣＦタスクの活動
を維持するためにゼロにセットされる。

（１６）ＶＭＤＣＦＰＤＲＫは、現在ノスヘテノコンソ
ールＲＢＡＤ要求が処理された時にすべて１が割シあて
られる。このフィールドは、新しいＲＥＡＤ要求が何ら
ベンディングでないことを保証するためにテストされる
。もしこのフィールドがゼロを含むならば、そのフィー
ルドが位置するＶＭＤＢＫのためにＣＰ　　ＲＥＡＤが
スケジュールされる。

従属仮想マシンまたはペース仮想マシンのすべてのコン
ソール（端末）動作はモジュールＨＣＰＣＦＭ（ＣＰの
コンソール機能管理）を介してホスト・オペレーティン
グ・システムによシ管理さレル（コンソールは、仮想マ
シン・オペレーティング・システムと連絡するために使
用される実際の端末の１つの態様であると考えられてい
る。端末は、仮想マシン中のゲスト・オペレーティング
・システムを初期化するべく仮想装置にプログラムを初
期ロードするために使用された後は、仮想マシン・コン
ソールとなる。しかし、その同一の物理端末がホスト・
オペレーティング・システムのみならずゲスト・オペレ
ーティング・システムとも連絡する。言いかえると、仮
想マシンがシステムにログオンするときは、その仮想マ
シンの仮想オペレータのコンソールが実際の端末のキー
ボードである）。システム・オペレータによる初期プロ
グラム・ロードの間は、実システムをコンソール機能モ
ード待機コマンドに配置するためにモジュールＨＣＰＣ
ＦＭが入力される。ゲスト仮想マシンの仮想マシン使用
者は、使用者の仮想マシンを初期化するためにホスト・
システムにＬＯＧＯＮコマンドを発行する（ＬＯＧＯＮ
コマンドはモジュールＨＣＰＬＯＧとＨＣＰＬＧＮとを
使用する）。ＬＯＧＯＮコマンドに応答して、使用者の
ディレクトリ・エントリが予め確立されているファイル
から読み出される。そのディレクトリ・エントリに与え
られている情報を用いて、ＬＯＧＯＮはモジュールＨｃ
ＰＢＶＭに、ヘ−、’１．ＣＰＵを定義するペースＶＭ
ＤＢＫを構成することを要求する（そのディレクトリは
、新しく作成されたペースＣＰＵ上で走らせるべきオペ
レーティング・システムに初期プログラムをロードする
こともできる）。もしそのディレクトリが従属マシンの
ためのエントリをさらに含むならば、モジュールＨＣＰ
ＢＶＭは各々が従属プロセッサを表示するような追加的
なＶＭＤＢＫを繰シ返し構成する。

この追加的なＶＭＤＢＫは第４図に示すようにペースＶ
ＭＤＢＫから（ＶＭＤＬＣＹＣＬチェインに沿って）連
鎖されている。

従属ＶＭＤＢＫはゲス）ＶＭＤＢＫの特性を共有するこ
とができ、その場合、従属ＶＭＤＢＫはそのＩｌｏをも
共有してもよく、あるいはゲストＶＭＤＢＫとは異なシ
固有のＩｌｏを有してもよい。その後者の場合、仮想Ｉ
／Ｏ構成が発生されなくてはならない時は常に、ＳＣＰ
がタスク生成し、連結し、ゲス）ＶＭＤＢＫに対する接
続機構の列として特定されたＩｌｏのシミュレーション
を与える。

仮想マシンの初期化が完了すると、ホストＳＣＰが、少
くとも１つのＶＭＤＢＫと、少くトモ１つのＶＤＥＶと
、セグメント・テーブルとを作成しておシ、これらはす
べて自由記憶及び動的ベージング領域に記憶されている
。

仮想マシンが仮想記憶中のアドレスを参照するとすぐに
、ＣＰがページを構築し、テーブルをスワップする。Ｃ
Ｐは、そのページ及びスワップ・テーブルのための動的
ページング領域から記憶を受は取る。この１ページは、
仮想マシンが占有する仮想記憶の１メガ・バイトに対応
する。

％　’）：ｘ−−ルＨＣＰ　ＣＦ　Ｍは、ケスト仮想マ
シン構成中のどのＶＭＤＢＫを走行させるべきかを判断
し、ゲスト・マシンによる使用者端末（端末ｌ／Ｏ）上
での情報読み取シまたは書き込み要求を管理し制御する
ためのＳＣＰの一部である。端末Ｉ／Ｏに対する要求は
（ベースまたはその従属ＣＰＵ上で走行するゲストＳＣ
Ｐによシ、またはサービス従属ＣＰＵ上で走行するサー
ビスＳＣＰによシ、またはホスト・システムもしくはシ
ステム・オペレータから初期化することができる。もし
データ、例えばメツセージが一度に１ライン分端末のデ
スプレイに書き込む（表示される）ならば、混合メツセ
ージまたは部分的に終了されたメツセージという問題が
生じることはない。しかし、端末画面が一度に画面一杯
にデータを与えると、上記すべての要求が単一の端末に
対して同時に発生することが許容することは、すなわち
単一のディスプレイに書き込み要求を行うことであるの
で、不完全で困難したメツセージ（例えば不完全な、使
用者とシステムの対話）を生じかねないであろう。モジ
ュールＨＣＰ　ＣＦＭは、例えばＩ／Ｏ実行要求を行っ
たゲスト（ペース・マシンまたは従属マシンを表示する
ＶＭＤＢＫに、そのコンソールの”所有権”を割シあて
ることによシ、この問題が発生するのを防止する。そし
て、工／Ｏ実行要求が認められたゲストは、実際にはメ
ツセージが個別のディスプレイ映像上でクループ分けさ
れているときに、あたかもその端末を“所有”している
かのように端末ディスプレイをそのメツセージを書き込
む。ゲストＳＣＰは使用者がシステムをクリアするため
のキーを押すまで端末との間でデータのやり取シをする
。もし、システム、例えばサービス従属マシン、ゲスト
に対するホストＳＣＰの連絡、ホスト・オペレーティン
グ・システムのオペレータからの（警告）メツセージま
たは他の使用者によってメツセージが発生されることが
ないなら、ＨＣＰＣＦＭがゲストＳＣＰに“クリア”割
シ込みをかけ、これによシ端末画面ディスプレイをブラ
ンクにする。この割シ込みは、あたかもゲストが実際に
（実）端、末を管理しているかのように、すなわち使用
者が端末上で表示クリア・キーを押したかのように受は
取られる。もしシステムがメツセージを発生したなら、
　”表示クリア”割シ込みをゲストＳＣＰに渡す前に、
ＨＣＰＣＦＭがこれらのすべてのメツセージの書き込み
を許容する。もしシステムが端末に割シあてられている
間にゲストが端末との間でデータをやり取シしようと試
みると、ＨＣＰＣＦＭは、システムがその端末を最早゛
所有”しなくなるまでゲストに使用中（ｂｕｓｙ）の状
況を受は取らせる。もし、使用者が予定の相応の時間（
この時間は、端末ディスプレイ上に表示されるメツセー
ジの緊急性に依存する）内に端末をクリアしないときは
、ＨＣＰＣＦＭが端末自体をクリアする。このモジュー
ルは、もしゲストが別のゲストと同時に実行される予定
でないなら、その端末を引き渡そうとするゲストを留保
する。端末は、ペース仮想マシンと従属仮想マシンとの
間で、前後にスワップすることができる。

ｅ　３．　　主ＭＰまたはＵＰ構成へのサービスサービ
ス従続マシンには、主構成（ｍａｉｎｃｏｎ−ｆｉｇｕ
ｒａｔｉｏｎ　）　　を検査するために使用されるプロ
グラムがロードされ得る。例えば、デバッグ・サービス
従属マシンが、主構成中で走行するＳＣＰを検査し、テ
ストし、変更しあるいはデバッグするように、そのプロ
グラムはデバッグ・サービスを与えることもできる。

従属マシン中で重大なエラーが発生すると、そ゛のエラ
ーは仮想マシン中で走行するアプリケーション・プログ
ラムと同様に処理される。従属マシン中の機能に応じて
、その機能が終了されるかまたは、仮想マシンがリセッ
トされて記憶がクリアされる。

第６ａ及び６ｂ図は、モジュールＨＣＰ　Ｂ　ＶＭがど
のようにしてＶＭＤＢＫを構成するかについて示すフロ
ーチャートである。

このフローチャートにおいて、ブロック／Ｏ０はいくつ
かの汎用レジスタ（ＧＰＲ）からの入力パラメータを与
える。このパラメータは、仮想マシンのタイプ、（もし
使用者がこのように識別されているなら）端末ＲＤＥＶ
のアドレス、使用者（要求者）のＶＭＤＢＫのアドレス
、モジュール（ＨＣＰＢＶＭＢＫ）に対する入口地点の
アドレス及び保管域のアドレスである（このモジュール
から出たとき、そのモジュールによって作成されたＶＭ
ＤＢＫのアドレスが予定のＧＰＲ中にロードされる。以
下の記載を参照）。ブロック１／Ｏでは、実記憶のフレ
ームが新しいＶＭＤＢＫのために得られる。このフレー
ムは新しいＶＭＤＢＫを含み、　′ＣＰ”と７ラグされ
てロックされる（もしＶ＝−Ｒ（好ましいゲス））ＶＭ
ＤＢＫを確立するための要求がなされなかったなら、そ
の新しいＶＭＤＢＫのために記憶にフレームが確保され
る）。ログ・オンで確立されたＶＭＤＢＫのアドレスは
新しいＶＭＤＢＫ中のフィールドＶＭＤＯＲＩＧに与え
られ、そのゲス）ＭＰ構成の記憶とＩ／Ｏ構成を所有す
るＶＭＤＢＫのアドレスはその新しイＶＭＤ　Ｂ　Ｋ１
７）フィールドＶＭＤＢＡＳＥに与えられる。

ブロック１２０は、チャネル・コマンド・ワード変換が
有効であることを示す。このＣＣＷは、そのコマンドが
実行されるべきことを記述し、Ｉ／Ｏ動作を開始するコ
マンドに対しては、その動作に関連する記憶領域と、そ
の領域との間の転送が完了したとき行なわれるべき動作
（その他にも、この分野で広く知られている他のオプシ
ョンも）を指定する。

ブロック１３０は、作成されるべきＶＭＤＢＫのタイプ
に応じて初期化されるべきＶＭＤＢＫ中の他のフィール
ドを用意する。ＶＭＤＢＫのタイプは新しいＶＭＤＢＫ
中のフィールドＶＭＤＴＹＰＥ中にコードされている（
他の初期化はスケジューラ・フィールド及びフレーム・
テーブル・ポインタに関与している。フレーム・テーブ
ル・ポインタは、使用者が現在はフレーム・テーブル・
エントリを所有しないように初期化される）。ブロック
１３０もまた、コンソール機能待機のための状況を指名
するための設定を用意する。そして、省略時メツセージ
・レベルがセットされ、使用者は末だシステムにログ・
オンしていないとしてフラグされる。使用者のページ・
ゼロは使用できないとしてフラグされ、“停止”状態に
置かれる。

このとき、そのＶＭＤＢＫがマスターＣＰＵ上にのみ指
定されていることを示すためにフラグがセットされ、ま
た陰のテーブルが存在しないことを示すために７ラグが
セットされる。ゲス）ＣＰＵＩＤがデフオールド値、す
なわちホストＣＰＵＩＤに初期化され、すべての外部側
シ込みがベンディングであシ有効化されているとしてセ
ットされることになる（これは、後でタスク指名によシ
訂正される）。

ブロック１４０はＶＭＤＢＫ自由記憶領域を初期化する
。

ブロック１５０はチャネル割シ込みブロック、保管域ブ
ロック及び仮想ＣＰＵタイマのためのタイマ要求ブロッ
クなどの制御ブロックに記憶を割シ振る。このとき命令
オペランド・バッファも割）振られる。

ブロック１６０は、セットされるべきシステム／３７０
モード・デフオールドを用意する。

ブロック１６５は、作成されつつあるＶＭＤ　ＢＫがペ
ース・マシンのためのものであるか、または仮想ＭＰ構
成における従属マシンのためのものであるかを判断する
ためのテストを与える（もし作成されるべきＶＭＤＢＫ
が従属マシンまたはペース・マシンのどちらかのための
ものであるならば、新しいＶＭＤＢＫ中にプロセッサ制
御データ・ブロック（ＦＩＮＢＫ）のためのスペースが
割シ振られることになる）。

ブロック１７０は、もしその作成されているＶＭＤＢＫ
がペースまたは従属マシンのためのものであるならば、
ＦＩＮＢＫに自由記憶を割シ振る。

そうでなければ、ブロック１８０が、（前に作成された
）ベースＶＭＤＢＫから得られ新しいＶＭＤＢＫのフィ
ールドに記憶されるべきＦ　ＩＮＢＫのアドレスを用意
する。

ブロック１８５は、セグメントがゼロ、すなわちもしそ
のセグメントが生成されておらずまたは無効（コア中に
ページがない）ではないなら通常そのゲストにはアドレ
スできないことを示すために、そのゲストのセグメント
・テーブル・エントリを初期化する。また、そのゲスト
のセグメント・テーブル・起点へのポインタも初期化さ
れる。

ブロック１９０は、監視−呼び出し割シ込みを代行受信
するために新しいＶＭＤＢＫを用意する。

ＳＶＣ代行受信は、命令５ＵＰＥＲＶＩＳＯＲＣＡＬＬ
が実行されるとき生じる。このＳＶＣ代行受信は、古い
プログラム状況ワード（ｐｓｗ）を予定の実位置に記憶
させ、新しいｐｓｗを予定の実位置からフェッチさせる
。

ブロック２００は、使用者が自動ログされた使用者であ
るか、またはあるタイプの端末にログ・オンされた使用
者であるかを判断するためのテストを与える。後者の場
合、実質的に新しいＶＭＤＢＫが作成される。そうでな
ければ、新しいＶＭＤＢＫは、ログ・オンに使用されて
いる端末のタイプに基づきさらに初期化される（自動ロ
グされた使用者とは、その仮想マシンがＳＣＰ初期化処
理の間に自動的にログオンされ、または使用者の自動ロ
グされるべきディレクトリ・エントリに記述されている
ような１次システム・オペレータである）。ブロック２
／Ｏは、使用者の端末のタイプに基づき新しいＶＭＤＢ
Ｋの初期化の継続を用意する。使用者はこのとき実装置
制御ブロック（ＲＤＥＶ）によ）識別されることになる
。

ブロック２２０は、新しいＶＭＤＢＫのために一時的な
ログオンＩＤを作成する。

ブロック２３０は、このデータ処理装置上で現在活動し
ているＶＭＤＢＫの巡回リストに指名されるべき新しい
ＶＭＤＢＫを用意する。

こうしてモジュールＨＣＰＢＶＭが−たん完了すると、
新しいＶＭＤＢＫが作成され、クリアされ、（部分的に
）初期化されて他のＶＭＤＢＫに連鎖されている。汎用
レジスタ１１は、現在作成されたばかりのＶＭＤＢＫを
含んでいる。

第７８及び７ｂ図は、モジュールＩ（ＣＰＣＦＭの動作
をあられすフローチャートをあられす。このモジュール
は一般的には使用者の端末からのＣＰ　　ＲＥＡＤ（制
御プログラム）要求を処理し、処理のためそれらを適当
なコンソール機能ルーチンに案内し、ＥＮＤＯＰに保持
されている仮想ＭＰによりｃｐ機能を開始する（コンソ
ール機能とは、システム・オペレータが実際の端末で実
行するタスクである）。すべての仮想ＭＰが停止したと
き、ＨＣＰＣＦＭは、どのＶＭＤＢＫが特定のコンソー
ル機能動作をベンディングとし、そのコンソール機能に
制御を渡すかについて判断する）。

ブロック３００は、コマンド・ラインを読み取シ処理す
るために必要な入力パラメータを用意する。それらのう
ち最も重要なパラメータは、使用者のＶＭＤＢＫアドレ
スである。

ブロック３／Ｏは、コンソール機能処理が開始可能とな
る前に、局所巡回リスト（仮想ＭＰシステム）中の各Ｖ
ＭＤＢＫｉｆＥＮＤＯＰ　（命令動作終了）になければ
ならないことを要求する（ＥＮＤＯＰはいかなる命令シ
ミュレーションも活動していない、すなわちゲスト命令
ストリームの実行が命令の間にあることを示す）。その
巡回リストの保留ロックが得られる。局所巡回リスト中
の各ＶＭＤＢＫが走査されると、局所巡回リスト・ロッ
クカリリースサれ、各Ｖ　Ｍ　Ｄ　Ｂ　ＫはＥＮＤＯＰ
に設定される（Ｉ（ＣＰＣＦＭは、コンソール機能タス
クが、ＨＣＰＣＦＭにより実行されるべくキューされて
いることをＳＣＰが認識した時に仮想プロセッサにＥＮ
ＤＯＰで停止することを命じるＶＭＤＢＫ中のフラグを
セットする）。使用者は、コンソール機能モードへ入る
ことが要求され、局所巡回リスト中で別のＶＭＤＢＫに
転送が行われるときに、そのモジュールを出てディスパ
ッチャ（ｄｉｓｐａｔｃｈｅｒ　）へ至る。使用者はま
た、ＣＦ’Ｍへ入ることが要求され、（使用者のＶＭＤ
　Ｂ　Ｋを除いて）すべてのＶＭＤＢＫがＥＮＤＯＰに
はないときにもそのモジュールを出てディスパッチャへ
至る。さらにまた、使用者は、実行されるべきコンソー
ル機能動作が残っておらｆ、（ＶＭＤＢＫがログ・オフ
しているときに仮想マシンが実装置からの応答を待って
いるのでないならば）局所巡回リスト中の仮想マシンが
走行するようにセットされているときにも使用者はこの
モジュールを出る。使用者はさらに、ＣＦＭに入ること
以外のよシ優先度の高い機能が実行されなくてはならな
い時にもこのモジュールを出る（フィールドＶＭＤＣＦ
ＤＳＰの内容が、ＶＭＤＢＫ中１７）フィールドＶＭＤ
ＣＦＯＮＴの内容と一致してないときｋは、エラーが生
じ、使用者はこのモジュールを出る。これらのフィール
ドは、前忙説明されている）。

ブロック３２０は、コンソール機能処理、例えば（使用
者にデータ入力を促すことを）開始するためのＣＦ　　
ＲＥＡＤ要求を用意する。仁の時点で、局所巡回リスト
中のすべてのＶＭＤＢＫはＥＮＤＯＰになくてはならず
、ログ・オフしているＶＭＤＢＫからの任意のＩ／Ｏ要
求応答は削除されなくてはならない（ｓｅｐは、その構
成のすべてのプロセッサがＥＮＤＯＰに到達している時
のみ、仮想ＣＰＵのためにいくつかの機能をシミュレー
トすることができる）。

ブロック３３０は、どれかのＶＭＤＢＫがログ・オフし
ているかどうかを判断するために巡回リスト中の各ＶＭ
ＤＢＫのＶＭＤＦＯＲＣＥを検査する（最も優先度が高
いコンソール機能がログオフ機能である）。もしログオ
フされるべきＶＭＤＢＫが使用者のＶＭＤＢＫではない
なら、モジュールはログオフしているＶＭＤＢＫにスワ
ップする。もしログオフしているＶＭＤＢＫがベースｖ
ＭＤＢＫではないなら、モジュールは、ログオフしてい
るＶＭＤＢＫが使用者のコンソールの所有権を持ってい
るかどうかを判断する。そして、もしそうなら、所有権
は放棄されなければならない。

また、ペースＶＭＤＢＫが指名される。ログオフ手続き
が次に呼び出され、システムから非ベースＶＭＤＢＫが
除去される。

ブロック３４０は、選択されるべき最も高い優先度のコ
ンソール機能を含むＶＭＤＢＫを用意する。もしとのＶ
ＭＤＢＫが現在のＶＭＤＢＫであるなら、ＣＦＭが進行
する。そうでなければ、選択された（最高優先度の）Ｖ
ＭＤＢＫＫ切換えが行われ、すでに終了しているＥＮＤ
ＯＰの同期化に続く時点でＨＣＰＣＦＭに再び入る。次
にコンソールがこの（最高優先度）ＶＭＤＢＫによって
使用される（第７ａ図においては、ＨＣＰＣＦ’Ｍへの
再入力が２イン３４５によって示されている。

すなわち、ライン３４５は、ＣＦ処理開始の直前にモジ
ュールＨＣＰＣＦＭへの再入力が行われることを示す）
。次のような（最高から最低への）階層によシ、実行す
ることのできる残シのｃｐ機能動作の優先権が確立され
る。

（１）スタックされたコンソール機能出力の処理。

（２）モしベンディングであるなら追跡ディスプレイの
実行。

（３）　　（ＣＰ　Ｅ　Ｂ　Ｋの検査によって）ベンデ
ィングであるなら、ＣＦ’Ｍ呼び出しの発行。

（４）コンソール機能バッファ中でのコマンドの実行。

（５）ベンディング・コンソール機能読み取シの発行（
最低優先度）。

もし最高優先度のＶＭＤＢＫが選択されたならば、（そ
の最高優先度のＶＭＤＢＫへの）切換が行われた前のＶ
ＭＤＢＫはログオフされず現在のＶＭＤＢＫがシステム
に対してログオンされない。

こうして１つのコンソールが各ＶＭＤＢＫによって共有
される。

上記“スタックされたコンソール機能出力の処理”動作
は表示すべきコンソール機能出力を用意する。しかし、
もし使用者がログオフの処理中かまたはそのライン出力
に介入しそれを停止しているならば、この動作はＣＦ比
出力与えることがない。

もしベンディングのＣＦＭ呼び出しが１つのＶＭＤＢＫ
上で生るがそれが異なるＶＭＤＢＫ上で実行されなくて
はならないなら、　１もしペンディングであるならＣＦ
Ｍ呼び出しの発行”動作が、そのベンディングＣＦＭ呼
び出しを発生したＶＭＤＢＫから、ＣＦの実行を意図さ
れたＶＭＤＢＫへ、ベンディングＣＦＭ呼び出しを移す
。このことは、仮想マシンのオペレータがＣＰＵコマン
ドを、仮想構成中のＣＰＵにコマンドを導くために使用
する場合に生じうる。もしＣＦＭ呼び出しがないなら、
この動作はコンソール読み取りを探すことになる。

ブロック３５０（第７ａ図と第７ｂ図に示されている）
はコンソール機能処理が終了することを示す、。即ち；
そρ仮想構成について全てのコンソール機能は完全であ
る。また、任意の走行可能な従属マシンがあるかどうか
を判断するために局所巡回リストが走査される。そして
走行可能な従属マシンが存在するなら、そのコンソール
に連結された走行可能な従属マシンに対してスワップが
行われる。もし走行可能な従属マシンが存在しないのナ
ラ、ペース仮想マシンがコンソールに連結され、そのペ
ース・マシンに対してスワップが行われる。

第７ｂ図は、コンソール機能処理が終了し、走行中のＶ
ＭＤＢＫが存在しているか否かを判断するために局所巡
回リストが走査される場合に生じる状況を示す（上記ブ
ロック６５０を参照）。ブロック４００は、局所巡回リ
スト中のどれかの従属マシンが走行可能か否かを判断す
る。もし走行可能な従属マシンが存在しなければ、ＧＰ
Ｒｌｌがペース・マシンＶＭＤＢＫを指定するように（
ＧＰＲｌ　１の内容の）スワップが行われる（ブロック
４／Ｏ）。コンソールの所有権は以下で述べるようにし
てペース・マシンに与えられる（ブロック４２０）。尚
、ＧＰＲ９は復帰コードを含む。

もし活動するｃｐゲストＩ／Ｏが存在するなら、遊休ゲ
スト用の全画面はそのＩｌｏを表示するために留保され
なければならない（ブロック４２５）。

そうでなく、走行可能な従属マシンが存在するなら、Ｇ
ＰＲｌｌが、走行中の従属マシンＶＭＤ　ＢＫを指定す
るようにスワップが行われる（ブロック４３０）。次に
コンソールはこの従属マシンによって所有される（ブロ
ック４４０）。次に、その従属マシンが走行するために
、保管域とともに制御プログラム実行ブロック、すなわ
ちＣＰＥＸブロック（またはＣＰＥＢＫ）が作成される
（ブロック４５０）。

どの場合でも、ＣＰＵが走行可能であるなら（ブロック
４６０）、ＣＦ　　ＲＥＡＤがベンディングでない場合
（ブロック４７０）に仮想マシンＶＭＤＢＫが走る（ブ
ロック４８０）。もしＣＦＲＥＡＤがヘンディング（Ｖ
ＭＤＢＫ中（７）ＶＭＤＣＦＰＤＲフィールドの説明を
参照）であるなら、コマンド処理が行われ（ブロック４
７５）、Ｃ１Ｍタスクが再開される（ブロック３／Ｏに
行く）。

実際、モジュールＨＣＰＣＦＭは、仮想構成のために処
理すべき要求がそれ以上なくなるまで巡回し続ける。

もしＣＰＵが走行可能でないなら（ブロック４６０）、
１ラン・オフ・セット（ｓｅｔ　　ｒｕｎｏｆｆ　）”
　が有効になるときコンソール機能ＲＥＡＤが要求され
る。もしすべてのＣＰＵが停止しているなら、走行する
予定であったタスクがスタックされ（ブロック４６３）
、ＣＦ　　ＲＥＡＤがベンディングにされる（コンソー
ル機能ＲＥＡＤの通知が完了すると（前記ＶＭＤＣＦＰ
ＤＲの説明を参照）ＧＰＲｌがコンソール読み取シ一般
システム・データ・ブロック（ＧＳＤＢＫ）のアドレス
を含むことになる）。

コンソールを特定のＶＭＤＢＫに連結することは、はぼ
次のようにして行われる。

（１）仮想装置（ＶＤＥＶ）ロックが入手される（この
ことは、仮想コンソールへの出力が停止した後に行われ
る）。

（２）　　もしロックが入手された稜“待機”が要求さ
れたなら、ＶＤＥＶロックがドロップされ、ディスパッ
チャが入力される。そうでなければ、ＶＤＥＶロックが
保持され、実装置（ＲＤＥＶ）ロックが入手される。

（３）すでに連結されている仮想装置ブロックとコンソ
ール実装置ブロックの間のポインタがり　　　′リアさ
れる。

（４）ＲＤＥＶ及びＶＤＥＶｅｌツクがリリースされる
。

（５）実装置ブロックがペース／従属ＶＭＤ　Ｂ　Ｋの
ための仮想コンソール装置ブロックに接続される。

（６）次にＲＤＥＶ及びＶＤＥＶロックが入手されリリ
ースされる（ＶＤＥＶは仮想マシン装置構成の一部であ
る仮想装置の記述を含む仮想装置ブロックである。それ
は、シミュレーション及び状況情報のみならず別の装置
特性をも含む。

この構成の各仮想装置毎に１つのＶＤＥＶが存在する。

ｓｅｐは、初期仮想装置構成を作成するためにディレク
トリ中の情報を使用する。ＲＤＥＶは実システムの実装
置構成の一部である実装置の記述を含む実装置ブロック
である。このＲＤＥＶはまた、装置記述のみならず状況
情報も含む。

Ｆ１発明の効果以上のように、本発明に基づく従属マシンを含む構成に
よれば、あるシステム制御プログラム・コンソール機能
の間に、それ以外のシステム制御プログラム・コンソー
ル機能が使用者に利用可能となる、という効果が得られ
る。

さらにこの発明によれば、１個のコンソールで、仮想シ
ステムとその従属仮想システムの両方を使用することが
できる。

【図面の簡単な説明】第１図は、ＭＰシステム及び実サービス・プロセッサを
もつデータ処理装置のブロック図、第２図は、従属マシ
ンを含むデータ処理装置のブロック図、第３図は、大域巡回リストを示す図、第４図は、局所巡回リストを示す図、第５図は、ゲストＶＭＤＢＫのエントリを示す図、第６ａ図及び第６ｂ図は、第２図のデータ処理装置の使
用者のためにＶＭＤＢＫを作成し、一部を初期化する動
作を示すフローチャート、第７ａ図及び第７ｂ図は、仮
想ＭＰがＥＮＤＯＰに保持された後にどのようにしてコ
ンソール機能処理を開始することができるか、特にどの
ようにして選択された使用者のＶＭＤＢＫが同一のコン
ソールを共有できるかを示すフローチャートである。出願人インタｉ九ｅナル・ヒ々ス・フシ−２ズ・コづ幀
ト→タン４追蔦マーＪン吃含む梶戊第２図第４図第５図デストＶＭＤＢにのエントリＶＭＯ８に

Claims

【特許請求の範囲】（ａ）主記憶とＩ／Ｏ装置と、該Ｉ／Ｏ装置を制御する
ためのホスト・オペレーティング・システム・プログラ
ムを走らせる実ＣＰＵとを有する少くとも１つの実マシ
ンと、（ｂ）ゲスト・オペレーティング・システム・プログラ
ムを走らせるベース仮想ＣＰＵを有するベース仮想マシ
ンと、（ｃ）複数の従属仮想マシンとを具備し、上記複数の従属仮想マシンは、上記ホスト・オペレーテ
ィング・システム・プログラムが、上記ベース仮想マシ
ン中で実行されるゲスト・オペレーティング・システム
・プログラムと上記複数の従属仮想マシンの各々で実行
される少くとも１つのプログラムとともに上記実ＣＰＵ
中で実行されるように上記ベース仮想ＣＰＵに接続され
てなるデータ処理装置。