JPS63189955A - 仮想計算機システムにおけるデ−タ転送処理方式 - Google Patents
仮想計算機システムにおけるデ−タ転送処理方式Info
- Publication number
- JPS63189955A JPS63189955A JP62021831A JP2183187A JPS63189955A JP S63189955 A JPS63189955 A JP S63189955A JP 62021831 A JP62021831 A JP 62021831A JP 2183187 A JP2183187 A JP 2183187A JP S63189955 A JPS63189955 A JP S63189955A
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- 230000015654 memory Effects 0.000 claims abstract description 33
- 238000000034 method Methods 0.000 claims abstract description 10
- 238000003672 processing method Methods 0.000 claims description 4
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 102100025353 G-protein coupled bile acid receptor 1 Human genes 0.000 description 1
- 101710154531 G-protein coupled bile acid receptor 1 Proteins 0.000 description 1
- 238000006467 substitution reaction Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、仮想計算機システムに関し、特に乙
実マシンl仮想マシンとのデータ転送処理方式〔従来の
技術〕 先ず、仮想計算機システムのアドレス変換1;ついて説
明する。
技術〕 先ず、仮想計算機システムのアドレス変換1;ついて説
明する。
第6図に示すように、アドレス変換の高速化を図るため
、仮想マシンを常駐型仮想マシンとし、仮想マシンのア
ドレス空間を仮想主記憶として実メモリの連続領域に常
駐させる。仮想主記憶は、仮想マシンの数だけ存在し、
それぞれの先頭アドレスがそれぞれの仮想マシンのバウ
ンダリアドレス(以降、BARと呼ぶ)となる。
、仮想マシンを常駐型仮想マシンとし、仮想マシンのア
ドレス空間を仮想主記憶として実メモリの連続領域に常
駐させる。仮想主記憶は、仮想マシンの数だけ存在し、
それぞれの先頭アドレスがそれぞれの仮想マシンのバウ
ンダリアドレス(以降、BARと呼ぶ)となる。
なお、MSULは主記憶上限を示す。
第4図にアドレス変換ハードウェアの概略を示す。仮想
マシン上の論理アドレス(LA)11はアドレス変換バ
ッファ(TLB)151:、より(lljE想主記憶上
の物理アドレス(FA)16に変換され、これ1:仮想
主記憶の実メモリ上の先頭アドレス(VM−BAR)1
4が加算されて、実メモリ上の実アドレスに変換される
。TLBへの人力はLAと仮想アドレス空間番号(、T
P)12と仮想マシン識別子(ID)13とから成るア
ドレス・キーである。これに対するTLBの出力はLA
と、TPとよりの組が表わす論理アドレスのページ1:
対応する仮想マシン上のページ番号である。このペー、
、>番号とLAの下位12ビツト(ページ内アドレス)
とをPAにセットする。
マシン上の論理アドレス(LA)11はアドレス変換バ
ッファ(TLB)151:、より(lljE想主記憶上
の物理アドレス(FA)16に変換され、これ1:仮想
主記憶の実メモリ上の先頭アドレス(VM−BAR)1
4が加算されて、実メモリ上の実アドレスに変換される
。TLBへの人力はLAと仮想アドレス空間番号(、T
P)12と仮想マシン識別子(ID)13とから成るア
ドレス・キーである。これに対するTLBの出力はLA
と、TPとよりの組が表わす論理アドレスのページ1:
対応する仮想マシン上のページ番号である。このペー、
、>番号とLAの下位12ビツト(ページ内アドレス)
とをPAにセットする。
この値はよりが示す仮想マシン上の物理アドレスである
。FAの上位12ビツトとVM−BARが加算器17で
加算され、加算された値とFAの下位16ピツトで実メ
モリ上の実アドレスを得る。また境界チェック回路18
によシ仮想マシンの主記憶への不正なアクセスを検出し
ている。
。FAの上位12ビツトとVM−BARが加算器17で
加算され、加算された値とFAの下位16ピツトで実メ
モリ上の実アドレスを得る。また境界チェック回路18
によシ仮想マシンの主記憶への不正なアクセスを検出し
ている。
以上のアドレス変換動作は実マシンが仮想マシンモード
の時の動作があるが、実マシンから仮想マシンへの切換
え処理では、上記の仮想マシンのアドレス変換動作を実
現するため(=、諸諸のデータ(例えば、VM−BAR
,ID又はTLBミスヒツト時の動的アドレス変換(D
AT)のためのアドレス空間番号JPを求めるための各
種テーブルポインタ及びセグメントテーブルポインタ等
)をハードウェア内(=取シ込まなければならない。ま
た、仮想マシンから実マシンに戻るときは1元々の実マ
シンのときのデータをリカバリする必要が出てくる。一
般1m、実マシンー仮想マシン間のデータ転送を論理ア
ドレスで行う場合には、前述の切換え処理が転送バイト
数毎に必要となシ、かなシの性能低下となる欠点があっ
た。
の時の動作があるが、実マシンから仮想マシンへの切換
え処理では、上記の仮想マシンのアドレス変換動作を実
現するため(=、諸諸のデータ(例えば、VM−BAR
,ID又はTLBミスヒツト時の動的アドレス変換(D
AT)のためのアドレス空間番号JPを求めるための各
種テーブルポインタ及びセグメントテーブルポインタ等
)をハードウェア内(=取シ込まなければならない。ま
た、仮想マシンから実マシンに戻るときは1元々の実マ
シンのときのデータをリカバリする必要が出てくる。一
般1m、実マシンー仮想マシン間のデータ転送を論理ア
ドレスで行う場合には、前述の切換え処理が転送バイト
数毎に必要となシ、かなシの性能低下となる欠点があっ
た。
本発明は、複数のオペレーティング・システムを1つの
計算機システム上で並行して動作させるための管理プロ
グラムをそなえ、上記複数のオペレーティング・システ
ムが上記管理プログラムの管理のもとでそれぞれ処理を
行う仮想計算機システムにおける。実マシンのアドレス
空間から各仮想マシンのアドレス空間への、又は各仮想
マシンのアドレス空間から実マシンのアドレス空間への
データ転送処理方式であって。
計算機システム上で並行して動作させるための管理プロ
グラムをそなえ、上記複数のオペレーティング・システ
ムが上記管理プログラムの管理のもとでそれぞれ処理を
行う仮想計算機システムにおける。実マシンのアドレス
空間から各仮想マシンのアドレス空間への、又は各仮想
マシンのアドレス空間から実マシンのアドレス空間への
データ転送処理方式であって。
仮想マシンのアドレス空間を仮想主記憶として実メモリ
の連続領域1:常駐させ、前記仮想主記憶の実メモリ上
の先頭アドレスを該仮想マシンのBARとし、仮想マシ
ンの論理アドレスを絶対アドレス:二置換する過程で前
記仮想マシンのBARを足し込むことにより、仮想マシ
ンの論理アドレスを実メモリ上の実アドレスに変換する
第1の手段と、転送元あるいは転送先である仮想マシン
上のセグメントを実マシン上の特定のセグメントに置き
換え、前記第1の手段を用いて前記実マシン上の特定の
セグメントが仮想マシン上のセグメントと同じ実メモリ
上の実アドレスで示されるアドレス範囲となるようにす
る第2の手段とを有し、実マシン−仮想マシン間のデー
タ転送を、実マシン上で実マシン上のデータとして転送
することにより、実マシン−仮想マシン間のデータ転送
を行う際の転送バイト数毎のアドレス空間切換え処理を
省くことができ、高速且つ容易I:転送できることを特
徴とする。
の連続領域1:常駐させ、前記仮想主記憶の実メモリ上
の先頭アドレスを該仮想マシンのBARとし、仮想マシ
ンの論理アドレスを絶対アドレス:二置換する過程で前
記仮想マシンのBARを足し込むことにより、仮想マシ
ンの論理アドレスを実メモリ上の実アドレスに変換する
第1の手段と、転送元あるいは転送先である仮想マシン
上のセグメントを実マシン上の特定のセグメントに置き
換え、前記第1の手段を用いて前記実マシン上の特定の
セグメントが仮想マシン上のセグメントと同じ実メモリ
上の実アドレスで示されるアドレス範囲となるようにす
る第2の手段とを有し、実マシン−仮想マシン間のデー
タ転送を、実マシン上で実マシン上のデータとして転送
することにより、実マシン−仮想マシン間のデータ転送
を行う際の転送バイト数毎のアドレス空間切換え処理を
省くことができ、高速且つ容易I:転送できることを特
徴とする。
次に1本発明の実施例について図面を参照して説明する
。
。
第3図に示すように、仮想マシンを常駐型仮想マシンと
し、仮想マシンのアドレス空間を仮想主記憶として実メ
モリ上の連続領域1:常駐させた場合、仮想主記憶の実
メモリ上の先頭アドレスが仮想マシンのBAR(以降、
VM−BARと呼ぶ)となる。仮想マシン上の論理アド
レスを実メモリ上の実アドレス1:変換するには、論理
アドレスから絶対アドレスへの変換過程(=おいて、V
M−BARを足し込む必要がある。第″1図(−その変
換過程の概略を示す。
し、仮想マシンのアドレス空間を仮想主記憶として実メ
モリ上の連続領域1:常駐させた場合、仮想主記憶の実
メモリ上の先頭アドレスが仮想マシンのBAR(以降、
VM−BARと呼ぶ)となる。仮想マシン上の論理アド
レスを実メモリ上の実アドレス1:変換するには、論理
アドレスから絶対アドレスへの変換過程(=おいて、V
M−BARを足し込む必要がある。第″1図(−その変
換過程の概略を示す。
第1図において、1はセグメントテーブル(ST)4の
先頭アドレスを示すセグメントテーブルポインタ(sT
p)を保持するレジスタである。2はVM−BARを保
持するレジスタ、3はVM空間であることを示すフラグ
−を保持するレジスタである。レジスタ1〜3は、実マ
シンのアドレス空間から仮想マシンのアドレス空間へ切
換えるとき、それぞれ、それぞれの値がセットされ、又
、仮想マシンのアドレス空間から実マシンのアドレス空
間へ切換わるとき1元の値に戻される。
先頭アドレスを示すセグメントテーブルポインタ(sT
p)を保持するレジスタである。2はVM−BARを保
持するレジスタ、3はVM空間であることを示すフラグ
−を保持するレジスタである。レジスタ1〜3は、実マ
シンのアドレス空間から仮想マシンのアドレス空間へ切
換えるとき、それぞれ、それぞれの値がセットされ、又
、仮想マシンのアドレス空間から実マシンのアドレス空
間へ切換わるとき1元の値に戻される。
論理アドレスで示されるセグメント番号::対応するセ
グメント記述子411:、ページテーブル(PT)、5
の先頭アドレスを示すページテーブルポインタがあシ、
仮想マシンのアドレス空間であるとき、つまシレジスタ
3にVMフラグがセットされているときは、前記ページ
テーブルポインタにレジスタ2に格納されているVM−
BARを加算器6で加算したものがセレクタ8で選択さ
れ、ページテーブル(FT)を指す。
グメント記述子411:、ページテーブル(PT)、5
の先頭アドレスを示すページテーブルポインタがあシ、
仮想マシンのアドレス空間であるとき、つまシレジスタ
3にVMフラグがセットされているときは、前記ページ
テーブルポインタにレジスタ2に格納されているVM−
BARを加算器6で加算したものがセレクタ8で選択さ
れ、ページテーブル(FT)を指す。
更に、論理アドレスで示されるページ番号に対応するペ
ージ記述子511:、、ページ1oの先頭アドレスがあ
シ、仮想マシンのアドレス空間であるとき、つまシレジ
スタ51:、 V Mフラグがセットされているときは
、前記ページの先頭アドレス(=レジスタ2C二格納さ
れているVM−BARを加算したものがセレクタ9で選
択され、ページを指す。
ージ記述子511:、、ページ1oの先頭アドレスがあ
シ、仮想マシンのアドレス空間であるとき、つまシレジ
スタ51:、 V Mフラグがセットされているときは
、前記ページの先頭アドレス(=レジスタ2C二格納さ
れているVM−BARを加算したものがセレクタ9で選
択され、ページを指す。
第2図は転送元又は転送先であるセグメント(1)及び
セグメント(2)の実メモリ上への対応を示している。
セグメント(2)の実メモリ上への対応を示している。
セグメント(X)は仮想マシン上のセグメント(2)と
全く同じ実メモリに対応する実マシン上のセグメントで
ある。セグメント(X)は次のように作る。ある特定の
セグメントのセグメント記述子を特定のエリアに退避し
ておき、セグメント(2)のセグメント記述子を前記特
定のセグメントのセグメント記述子に格納し、これをセ
グメント(X)とする。但し、この場合前記特定のセグ
メントを該転送命令で使わないと言う制約条件が必要で
あるし、また転送終了時には前記特定のエリア(−退避
したセグメント記述子をセグメント(X)に戻さなけれ
ばならない。
全く同じ実メモリに対応する実マシン上のセグメントで
ある。セグメント(X)は次のように作る。ある特定の
セグメントのセグメント記述子を特定のエリアに退避し
ておき、セグメント(2)のセグメント記述子を前記特
定のセグメントのセグメント記述子に格納し、これをセ
グメント(X)とする。但し、この場合前記特定のセグ
メントを該転送命令で使わないと言う制約条件が必要で
あるし、また転送終了時には前記特定のエリア(−退避
したセグメント記述子をセグメント(X)に戻さなけれ
ばならない。
第5図に一連の処理の概略フローチャートを示す。セグ
メント(1)及びセグメント(2)のアクセス権チェッ
クを行ったあと、セグメント(X)を前記の方法で作り
、つづいてVM−BARをレジスタ2にセットする。そ
して、セグメント(1)とセグメント(X)との間で転
送処理を行う訳であるが、セグメント(X)をアクセス
する時、レジスタ3をセットし、セグメント(1)をア
クセスする時、リセットするようにする。こうすること
(:よシ、第1図で示したハードウェアにより、実マシ
ン上のセグメント(X)があたかも仮想マシン上のセグ
メント(2)をアクセスしているようにアクセスされ、
実マシンと仮想マシン間の転送処理を実マシン上だけで
行うことが可能になり、高速且つ容易に転送できる。
メント(1)及びセグメント(2)のアクセス権チェッ
クを行ったあと、セグメント(X)を前記の方法で作り
、つづいてVM−BARをレジスタ2にセットする。そ
して、セグメント(1)とセグメント(X)との間で転
送処理を行う訳であるが、セグメント(X)をアクセス
する時、レジスタ3をセットし、セグメント(1)をア
クセスする時、リセットするようにする。こうすること
(:よシ、第1図で示したハードウェアにより、実マシ
ン上のセグメント(X)があたかも仮想マシン上のセグ
メント(2)をアクセスしているようにアクセスされ、
実マシンと仮想マシン間の転送処理を実マシン上だけで
行うことが可能になり、高速且つ容易に転送できる。
以上説明したようC:本発明は、実マシン−仮想マシン
間のデータ転送処理を、アドレス空間切換えを省略して
できるよう(ニジたこと(=より。
間のデータ転送処理を、アドレス空間切換えを省略して
できるよう(ニジたこと(=より。
高速化できるという効果がある。
第1図は本発明の一実施例を示すブロック図。
第2図は転送元又は転送先であるセグメント間の実メモ
リ上への対応を示す図、第3図は主記憶の構成を示す図
、第4図は従来のアドレス変換のハードウェアの概略を
示すブロック図、第5図は本発明の詳細な説明するため
のフローチャートである。 1〜3・・・レジスタ、4・・・セグメントテーブル。 5・・・ページテーブル、6,7・・・加算器、8,9
・・・セレクタ、10・・・ページ。 天メjlJ
リ上への対応を示す図、第3図は主記憶の構成を示す図
、第4図は従来のアドレス変換のハードウェアの概略を
示すブロック図、第5図は本発明の詳細な説明するため
のフローチャートである。 1〜3・・・レジスタ、4・・・セグメントテーブル。 5・・・ページテーブル、6,7・・・加算器、8,9
・・・セレクタ、10・・・ページ。 天メjlJ
Claims (1)
- 1、複数のオペレーティング・システムを1つの計算機
システム上で並行して動作させるための管理プログラム
をそなえ、上記複数のオペレーティング・システムが上
記管理プログラムの管理のもとでそれぞれ処理を行う仮
想計算機システムにおける、実マシンのアドレス空間か
ら各仮想マシンのアドレス空間への、又は各仮想マシン
のアドレス空間から実マシンのアドレス空間へのデータ
転送処理方式において、仮想マシンのアドレス空間を仮
想主記憶として実メモリの連続領域に常駐させ、前記仮
想主記憶の実メモリ上の先頭アドレスを該仮想マシンの
バウンダリアドレスとし、仮想マシンの論理アドレスを
絶対アドレスに変換する過程で前記仮想マシンのバウン
ダリアドレスを足し込むことにより、仮想マシンの論理
アドレスを実メモリ上の実アドレスに変換する第1の手
段と、転送元あるいは転送先である仮想マシン上のセグ
メントを実マシン上の特定のセグメントに置き換え、前
記第1の手段を用いて前記実マシン上の特定のセグメン
トが仮想マシン上のセグメントと同じ実メモリ上の実ア
ドレスで示されるアドレス範囲となるようにする第2の
手段とを有することを特徴とする仮想計算機システムに
おけるデータ転送処理方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62021831A JPS63189955A (ja) | 1987-02-03 | 1987-02-03 | 仮想計算機システムにおけるデ−タ転送処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62021831A JPS63189955A (ja) | 1987-02-03 | 1987-02-03 | 仮想計算機システムにおけるデ−タ転送処理方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS63189955A true JPS63189955A (ja) | 1988-08-05 |
Family
ID=12066015
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP62021831A Pending JPS63189955A (ja) | 1987-02-03 | 1987-02-03 | 仮想計算機システムにおけるデ−タ転送処理方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS63189955A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US5761738A (en) * | 1993-04-08 | 1998-06-02 | International Business Machines Corporation | Computer system which stores management or control information in different address space but same offset as corresponding data |
-
1987
- 1987-02-03 JP JP62021831A patent/JPS63189955A/ja active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US5761738A (en) * | 1993-04-08 | 1998-06-02 | International Business Machines Corporation | Computer system which stores management or control information in different address space but same offset as corresponding data |
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