WO2016013086A1 - 計算機システムおよびメモリ割当管理方法 - Google Patents

計算機システムおよびメモリ割当管理方法 Download PDF

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virtual machine
cache
state
cache state
virtual
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幸恵 田島
理 竹内
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株式会社日立製作所
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    • G06F2212/657—Virtual address space management

Definitions

  • the present invention relates to a technique for managing memory allocation to virtual machines.
  • an operation system (OS) operating on a computer adjusts memory allocation to improve memory use efficiency.
  • OS operation system
  • the OS selects two unit areas from the memory area recognized by itself, and compares the data of the selected two unit areas with each other. If the two unit areas have the same data, the OS determines that the two unit areas have overlap, and merges the two unit areas. This improves the memory usage efficiency.
  • Non-Patent Document 1 the process of comparing a plurality of memory areas with each other places a high load on the CPU. Therefore, executing the deduplication process may affect the performance of other processes.
  • the deduplication process continues to affect the performance of other processes for a long time.
  • An object of the present invention is to provide a technique for efficiently using a memory area while suppressing a processing load.
  • a computer system includes a physical resource including a memory, a virtualization mechanism that provides a virtual machine to which the physical resource is allocated, and a cache state management mechanism that manages a cache state of the virtual machine And the virtualization mechanism provides a first virtual machine and a second virtual machine, and the cache state management mechanism manages respective cache states of the first virtual machine and the second virtual machine, When the cache state management mechanism detects the cache state transition, the virtualization mechanism is identical to the memory area allocated to the cache of the first virtual machine and the memory area allocated to the cache of the second virtual machine. If there is an overlapping area for holding data, one of the first virtual machine and the second virtual machine To release the overlapping area of.
  • the processing for checking the presence / absence of an overlapping region is performed, so the load of the processing for checking the presence / absence of an overlapping region Can be efficiently eliminated without causing wasteful generation.
  • 10 is a flowchart of write processing by a virtual computer I 140 and a virtual computer U 160. It is a flowchart of the process with respect to IO request issued from the virtual machine U160. It is a flowchart of the cache release process in the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160. It is a flowchart which shows the process which cancels
  • FIG. 1 is a block diagram of a computer system according to the first embodiment.
  • the computer system includes a physical resource 110, a virtualization mechanism 120, a virtual computer I 140, and a virtual computer U 160.
  • FIG. 1 shows an example in which there is one virtual machine U 160, any number of virtual machines U 160 may be used.
  • the physical resource 110 includes a CPU 111, a memory 112, and a device 113.
  • the physical resource 110 may be configured such that the CPU 111, the memory 112, and the device 113 are stored in one housing, or may be stored separately in a plurality of housings.
  • the virtualization mechanism 120 is a mechanism for managing the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160 and allocating the physical resources 110 to the managed virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the virtualization mechanism 120 includes a memory allocation management mechanism 123 and a memory allocation table 124, for example.
  • the memory allocation management mechanism 123 is a mechanism for allocating memory to the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the memory allocation table 124 stores information on the status of memory allocation to the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160, respectively.
  • the virtualization mechanism 120 has a device allocation management mechanism 126 and a device allocation table 127.
  • the device allocation management mechanism 126 is a mechanism for allocating the device 113 to the virtual computer I 140 and the virtual computer U 160.
  • the device allocation table 127 stores device allocation status information.
  • the virtualization mechanism 120 includes an IO notification mechanism 125, a cache state management mechanism 121, and a cache state table 122.
  • the IO notification mechanism 125 notifies the virtual machine I 140 of the IO request issued by the virtual machine U 160.
  • the cache state management mechanism 121 manages the cache state of the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the cache status table 122 stores information on the cache status of the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the virtual machine U 160 is a virtual machine for application execution, and the virtual machine I 140 issues an IO request to the target device based on an IO request from the virtual machine U 160. It is a virtual machine for use. As described above, by separating the virtual machine for executing the application and the virtual machine for issuing the IO, it is possible to stably perform the IO execution without the influence of the application execution. Note that a plurality of virtual machines for application execution may be associated with one virtual machine for issuing an IO, and IO requests from a plurality of virtual machines for application may be assigned to one virtual machine for issuing an IO. .
  • a device recognized by the OS 170 of the virtual machine U 160 is a device recognized by the OS 150 of the virtual machine I 140 is a device based on the physical resource 110.
  • the virtual machine U 160 receives the IO request from the virtual machine U 160 because the virtual machine U 160 does not have a cache hit, and the virtual machine I 140 And the virtualization mechanism 120 notifies the target device of the IO request issued from the virtual machine I 140 because the cache hit has not occurred in the virtual machine I 140.
  • the virtual machine I 140 has a virtual CPU 131A, a virtual memory 132A, and a virtual device I 133 that are resources provided from the virtualization mechanism 120. These resources may be emulated by the virtualization mechanism 120, or may be those to which the physical resource 110 is directly assigned through the virtualization mechanism 120.
  • the OS 150 recognizes and operates the virtual CPU 131A, the virtual memory 132A, and the virtual device I 133.
  • the OS 150 includes an IO execution mechanism 138, a cache 135A, a cache management mechanism 136A, and a cache state notification mechanism 137A.
  • the IO execution mechanism 138 receives the IO request from the virtual machine U 160 and issues it to the virtual device I 133.
  • the cache 135A is a mechanism that holds IO data and improves IO performance.
  • the cache management mechanism 136A manages the cache 135A.
  • the cache state notification mechanism 137 notifies the virtualization mechanism 120 of a state change of the cache 135.
  • the virtual machine U 160 includes a virtual CPU 131, a virtual memory 132, and a virtual device U134 which are resources provided from the virtualization mechanism 120.
  • the virtual CPU 131 and the virtual memory 132 may be resources emulated by the virtualization mechanism 120, or may be those to which the physical resource 110 is directly allocated through the virtualization mechanism 120.
  • the virtual device U 134 is a resource emulated by the virtualization mechanism 120.
  • the OS 170 recognizes and operates the virtual CPU 131B, the virtual memory 132B, and the virtual device U 134.
  • the OS 170 includes an application 139, a cache 135B, a cache management mechanism 136B, and a cache state notification mechanism 137B.
  • the application 139 is software that provides various functions to the user, and issues an IO request according to processing.
  • the cache 135B is a mechanism that holds IO data and improves IO performance.
  • the cache management mechanism 136B manages the cache 135B.
  • the cache state notification mechanism 137 notifies the virtualization mechanism 120 of a state change of the cache 135B.
  • FIG. 2A shows a specific example of the cache status table 122
  • FIG. 2B shows a specific example of the memory allocation table 124
  • FIG. 2C shows a specific example of the device allocation table 127.
  • the cache state table 122 stores device ID 211, device address 212, computer ID 213, address U 214, address I 215, state U 216, and state I 217.
  • the device ID 211 is an identifier of the device 113.
  • the device address 212 is an identifier indicating a data storage position in the device 113 identified by the device ID 211.
  • the computer ID 213 is an identifier for identifying the virtual computer U 160 when the data is stored in the cache 135B of the virtual computer U 160.
  • the address U 214 is an identifier indicating a data storage position in the cache 135B of the virtual machine U 160.
  • the address I 215 is an identifier indicating a data storage position in the cache 135A when the data is stored in the cache 135A of the virtual machine I 140.
  • State U216 is the state of the cache identified by address U214.
  • State I 217 is the state of the cache identified by address I 215.
  • the cache can take three states: clean (C), dirty (D), and free (F).
  • the clean state is a state in which the IO corresponding to the data stored in the cache has been written to the device recognized by the OS. That is, the cache and device data match.
  • the dirty state is a state in which an IO corresponding to data stored in the cache has not been written to a device or the like recognized by the OS. That is, the cache and device data do not match.
  • the free state is a state where no data is stored in the cache.
  • the memory allocation table 124 stores a physical address 221, a computer ID 222, and an address 223.
  • the physical address 221 is an identifier indicating a data storage position in the memory 112.
  • the computer ID 222 is an identifier of a virtual machine to which a memory area is allocated. In the following description, the computer ID for identifying the virtual computer I 140 is “1”.
  • the address 223 is an identifier of the memory area identified by the physical address 221 recognized by the virtual machine.
  • the device allocation table 127 stores a device ID 231, a computer ID 232, and a virtual device ID 233.
  • the device ID 231 is an identifier of the device 113.
  • the computer ID 232 is an identifier for identifying the virtual computer to which the device 113 identified by the device ID 231 is assigned.
  • the virtual device ID 233 is an identifier of the device 113 identified by the device ID 231 recognized by the virtual computer.
  • the left box shows the state of the virtual machine U 160
  • the right side of the right box shows the state of the virtual machine I 140.
  • F indicates a free state
  • C indicates a clean state
  • D indicates a dirty state.
  • the virtual machine U 160 is in a clean state
  • the data in the cache of the virtual machine U 160 matches the data in the cache of the virtual machine I 140.
  • the virtual machine I 140 is in a clean state, it can be said that the data in the cache of the virtual machine I 140 matches the data in the device emulated by the virtualization mechanism 120 or the device by the physical resource 110.
  • the boxes are hatched because the data in the cache of the virtual machine U 160 matches the data in the cache of the virtual machine I 140, so the virtual machine U 160 This indicates that it is possible to perform the process of releasing the cache and eliminating the duplication of data.
  • solid arrows indicate state transitions triggered by reads
  • dashed-dotted arrows indicate cache state transitions triggered by writes
  • broken arrows indicate states triggered by destage.
  • An arrow of a two-dot chain line represents a state transition triggered by free.
  • the trigger for the cache state transition is also referred to as a state transition trigger.
  • FIG. 3 shows the state transition of the cache 135 caused by the state transition trigger generated in the virtual machine U 160.
  • the cache state of the virtual machine U 160 is clean (311), and the cache state of the virtual machine I 140 is clean (312).
  • the caches of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 are in a state where deduplication can be performed.
  • Deduplication is to release one of the areas when the same data is held in multiple areas of the physical memory, and the same data is held for the virtual machine address associated with that area. This is a process for improving the utilization efficiency of the physical memory by changing the association to another area.
  • the cache state 310 In the cache state 310, the data in the cache 135B of the virtual machine U 160 and the data in the cache 135A of the virtual machine I 140 match, so the area of the memory 112 of the physical resource 110 corresponding to the cache 135B and the memory corresponding to the cache 135A In the area 112, the same data is held. Therefore, it can be said that the cache state 310 can be deduplicated.
  • the cache state 310 transitions to the cache state 320. That is, the cache state of the virtual machine U 160 is dirty (321), and the cache state of the virtual machine I 140 is clean (322).
  • the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 cache state are in a state where deduplication is impossible. This is because the data in the cache 135B of the virtual machine U 160 and the data in the cache 135A of the virtual machine I 140 do not match.
  • the write request issued by the virtual machine U 160 is notified to the IO execution mechanism 138 of the virtual machine I 140 via the IO notification mechanism 125 of the virtualization mechanism 120. This process is called destage.
  • Destage is one of state transition triggers. Due to the destage, the cache state 320 transitions to the cache state 330. That is, the cache state of the virtual machine U 160 is clean (331), and the cache state of the virtual machine I 140 is dirty (332). In the cache state 330, the caches of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 can be deduplicated. This is because the data in the cache 135B of the virtual machine U 160 and the data in the cache 135A of the virtual machine I 140 match.
  • FIG. 4 shows a state transition of the cache 135 caused by a state transition trigger generated in the virtual machine I 140.
  • the cache state of the virtual machine U 160 is clean (411), and the cache state of the virtual machine I 140 is dirty (412).
  • the cache 135 of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 is in a state where deduplication is possible. This is because the data in the cache 135B of the virtual machine U 160 and the data in the cache 135A of the virtual machine I 140 match.
  • the virtual machine I 140 issues the IO request received from the virtual machine U 160 to the virtual device I 133 at a predetermined timing. This process is called destage.
  • Destage is one of state transition triggers.
  • Transition from the cache state 410 to the cache state 420 occurs due to destage. That is, the cache state of the virtual machine U 160 is clean (421), and the cache state of the virtual machine I 140 is clean (422). Even in the cache state 420, the cache 135 of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 is in a state where deduplication is possible.
  • the virtual machine I 140 When an event such as a shortage of unused memory area occurs in the virtual machine I 140, the virtual machine I 140 performs a process of releasing the memory area of the cache 135A and expanding the unused memory area. This process is called free. Free is one of state transition triggers.
  • Transition from the cache state 420 to the cache state 430 due to free That is, the cache state of the virtual machine U 160 is clean (431), and the cache state of the virtual machine I 140 is free (432).
  • the cache state 430 the caches of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 are in a state where deduplication is impossible. This is because the virtual machine I 140 is in a state where no data is stored in the cache 135A.
  • FIG. 5 is a flowchart of IO processing in the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • This process is executed when an IO request is generated by the application 139 in the virtual machine U 160 and the IO execution mechanism 138 receives the IO request in the virtual machine I 140.
  • the cache management mechanism 136 receives an IO request issued from the application 139 or transmitted from the IO execution mechanism 138 (step 501).
  • the cache status management mechanism 121 of the virtualization mechanism 120 is notified of the address for identifying the location of the cache and the fact that the cache status becomes dirty (step 503).
  • the cache management mechanism 136 stores data in the cache 135 (step 504).
  • the cache management mechanism 136 notifies the application 139 or the IO execution mechanism 138 that the write request has been completed (step 505).
  • the cache state change notification to the cache state management mechanism 121 may be made after the cache state has actually changed.
  • step 502 if it is determined in step 502 that the IO request received by the cache management mechanism 136 is a read request (the route of the read request in step 502), the cache management mechanism 136 determines that the data requested by the read request is the cache 135. Whether or not a cache hit occurs is checked (step 506).
  • the cache management mechanism 136 When a cache hit occurs (step 506), the cache management mechanism 136 notifies the application 139 or the IO execution mechanism 138 of the completion of the read request (step 511).
  • the cache management mechanism 136 causes the virtual device I 133 to generate this IO request if the IO request is generated in the virtual computer I 140, and causes the IO processing to occur in the virtual computer U 160. If yes, a read request is issued to the virtual device U 134 (step 507). The virtual device I 140 or the virtual device U 160 that has received the read request performs the read request and acquires the data (step 508). The cache management mechanism 136 stores the acquired data in the cache 135 (step 509).
  • FIG. 6 is a flowchart of write processing by the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the write process is a process of writing cache data to a device corresponding to the cache from the dirty state. By this processing, the cache that has been in a dirty state becomes a clean state. This process is performed when a certain time or more has passed since the previous write process, when a certain number of caches are in a dirty state, or when a user gives an instruction.
  • the cache management mechanism 136 checks whether or not the cache 135 to be managed is in a dirty state. If the cache is not in the dirty state, the cache management mechanism 136 ends the process as it is (step 601).
  • the cache 135 When the cache 135 is in a dirty state (step 601), the virtual machine I 140 is processed by the virtual machine I 140, the virtual device I 133 is processed, and the virtual machine U 160 is processed by the virtual machine U 134. Then, a write request for requesting data writing is issued (step 602).
  • the cache status notification mechanism 137 has a virtual device ID and device address for identifying the IO issue target device, an address for identifying the location on the cache where the data corresponding to the area is stored, and the cache.
  • the cache state management mechanism 121 of the virtualization mechanism 120 is notified that the state is clean (step 603).
  • FIG. 7 is a flowchart of processing for an IO request issued from the virtual machine U 160.
  • a process for an IO request is called an IO process, and the IO process is a read process or a write process.
  • the read process here is the process of step 508 in FIG. 5, and the write process is the process of step 602 in FIG.
  • the IO notification mechanism 125 on the virtualization mechanism 120 receives the IO request (step 701).
  • the IO notification mechanism 125 that has received the IO request notifies the IO execution mechanism 138 of the virtual machine I 140 of the IO request (step 702).
  • the virtual machine I 140 processes the IO request according to the flowchart of FIG. 5 (step 703).
  • the virtual computer I 140 notifies the virtualization mechanism 120 of the completion of the IO processing from the IO execution mechanism 138 as a result of the processing of FIG.
  • the IO notification mechanism 125 of the virtualization mechanism 120 receives the completion of the IO processing from the IO execution mechanism 138 of the virtual machine I 140 (step 704).
  • the IO notification mechanism 125 notifies the virtual device U 134 of completion of the IO processing (step 705).
  • FIG. 8 is a flowchart of the cache release process in the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160. This process is a process of releasing the currently used cache and expanding the unused memory area when the unused memory area is insufficient in the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160.
  • the cache management mechanism 136 checks the cache state of the cache 135 to be managed, and determines whether it is a clean state or a dirty state (step 801).
  • the cache management mechanism 136 ends the process as it is (route in the dirty state in Step 801).
  • the cache state notification mechanism 137 notifies the cache state management mechanism 121 of the virtualization mechanism 120 that the address of the cache 135 and that the state of the cache 135 have changed to free (step). 802). In addition, the cache management mechanism 136 releases the cache 135 (step 803).
  • FIG. 9 is a flowchart showing memory deduplication and processing for releasing the deduplication. This process is performed when a cache state transition is notified from the cache state notification mechanism 137 of the virtual machine I 140 or the virtual machine U 160 to the cache state management mechanism 121 of the virtualization mechanism 120.
  • the cache state management mechanism 121 receives a notification of a change in the cache state of the virtual machine U 160 or the virtual machine I 140 from the cache state notification mechanism 137 of the virtual machine I 140 or the virtual machine U 160 (step 901).
  • the cache state management mechanism 121 updates the cache state table 122 (step 902).
  • the cache state management mechanism 121 is identified by the address I 215 of the virtual machine I 140 It is determined that the data stored in the area and the area identified by the address U 214 of the virtual machine U 160 identified by the device address 212 are different (non-overlapping state).
  • Step 903 the cache storing the data of the virtual machine I140 and the cache storing the data of the virtual machine U160 are stored. Then, deduplication processing is performed.
  • an IO request is notified from the virtual machine U 160 to the IO notification mechanism 125 of the virtualization mechanism 120, and an IO request is notified from the IO notification mechanism 125 to the IO execution mechanism 138 of the virtual machine I 140.
  • IO processing is performed in the virtual machine I 140.
  • the cache of the virtual machine U 160 becomes clean and the cache of the virtual machine I 140 becomes dirty.
  • the cache state at this time is the cache state 330 of FIG.
  • the cache state management mechanism 121 acquires from the cache state table 122 the computer ID for identifying the virtual machine U 160 that holds the cache to be deduplicated and the address U of the identifier of the cache in the virtual machine U 160.
  • the cache state management mechanism 121 acquires the address I, which is the identifier of the cache in the virtual machine I 140, from the cache state table 122.
  • the computer ID 222 in the memory allocation table 124, and the acquired address I 215 and the address 223 of the memory allocation table are compared, and the cache The physical address corresponding to 135 is acquired as indicating the object of deduplication (step 905).
  • the memory allocation management mechanism 123 changes the physical address of the virtual machine U 160 acquired in step 904 to the physical address of the virtual machine I 140 acquired in step 905 in the memory allocation table 124 (step 906).
  • the same physical address is assigned to both the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140.
  • step 903 the deduplication from the state where the deduplication of the corresponding areas of the virtual machine I 140 and the virtual machine U 160 is performed is performed. Is released.
  • the IO process (read) shown in FIG. 5 is performed in the virtual machine U 160, the cache of the virtual machine U 160 is clean, and the cache of the virtual machine I 140 is clean.
  • the cache state management mechanism 121 notifies the cache management mechanism 136 of the virtual machine U 160 and acquires an address for identifying an area whose state is free from the cache held by the virtual machine U 160 (step 908).
  • the memory allocation management mechanism 123 compares the computer ID for identifying the virtual machine U 160 to be notified in step 908 and the acquired address with the computer ID 222 and the address 223 of the memory allocation table 124, respectively.
  • the physical address to which the address is assigned is acquired, and the row is deleted from the memory assignment table (step 909).
  • the virtualization mechanism 120 allocates to the cache 135B of the virtual machine U 160 (first virtual machine) at the timing when the cache state management mechanism 121 detects the cache state transition. If there is an overlapping area that holds the same data in the allocated memory area and the memory area assigned to the cache 135A of the virtual machine I 140 (second virtual machine), one of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 Free the overlap area. In this embodiment, the overlapping area of the virtual machine U 160 is released. According to this, when the cache state transition that may change the presence or absence of the overlapping area is detected, the process for checking the presence or absence of the overlapping area is executed, so the timing for checking the presence or absence of the overlapping area is efficiently limited. Can do. As a result, duplication can be efficiently eliminated without causing unnecessary processing load.
  • the virtual machine U 160 is a virtual machine for application execution, and the virtual machine I 140 issues an IO request based on the IO request from the virtual machine U 160 to the target device. Issuing virtual machine.
  • the virtualization mechanism 120 notifies the virtual machine I 140 of the IO request issued by the virtual machine U 160 and notifies the target device of the IO request from the virtual machine I 140. If there is an overlapping area, the virtualization mechanism 120 releases the overlapping area of the virtual machine U 160 and allocates the overlapping area of the virtual machine I 140 to the cache of the virtual machine U 160 as well.
  • the virtual machine U for executing the application when there is an overlapping area in the computer system configured to share the roles of the virtual machine U 160 for executing the application and the virtual machine I 140 for issuing the IO to the device, the virtual machine U for executing the application The overlapping area of 160 is released.
  • the configuration in which one virtual machine U for application execution is operated has been described.
  • a plurality of virtual machines U may be operated, and an IO request from a plurality of virtual machines U can be handled by one virtual machine U.
  • the computer I may be in charge.
  • the virtual machine I is required to have higher reliability than the virtual machine U because the virtual machine I performs an IO request of a plurality of virtual machines U.
  • this mechanism it is possible to ensure the safety of the operation of the virtual machine I 140 for issuing the IO.
  • the virtualization mechanism 120 also has a clean cache state of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140, or a clean state of the virtual machine U 160 and a clean cache state of the virtual machine I 140.
  • the virtualization mechanism 120 determines that there is an overlapping area. According to this, the presence / absence of an overlapping area can be easily and correctly determined based on the cache state.
  • the cache state management mechanism 121 uses the virtual machine U 160 or the virtual machine I 140 to read data, write data, destage to notify cache data to the back-end device, and free the cache.
  • a cache state transition is detected. According to this, it is possible to easily and reliably detect a cache state transition with the occurrence of an event causing a cache state transition as a trigger.
  • the cache state of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 are both clean, or when the cache state of the virtual machine U 160 is clean and the cache state of the virtual machine I 140 is dirty, the state is duplicated.
  • the cache state of the virtual machine U 160 and the virtual machine I 140 is other than that, the non-overlapping state is assumed.
  • the cache state management mechanism 121 detects a transition of the cache state, the virtualization mechanism 120 releases the overlapping area of the virtual machine U 160 if the transition is made from the non-overlapping state to the overlapping state, and the virtual machine I 140 overlaps. The area is also allocated to the cache of the virtual machine U 160.
  • FIG. 10 is a flowchart of a memory allocation process that is executed when the OS 170 is activated on the virtual machine U 160.
  • step 1001 When the OS 170 is started on the virtual machine U 160 (step 1001), first, the device allocation management mechanism 126 on the virtualization mechanism 120, the device ID that is the identifier of the device to be allocated from the virtual machine U 160 to the virtual machine U 160 and A virtual device ID that is an identifier of the device in the virtual machine U 160 is received (step 1002).
  • the device allocation management mechanism 126 updates the device allocation table 127 (step 1003).
  • the device allocation management mechanism 126 determines whether or not the information corresponding to the device ID received in Step 1002 is stored in the cache state table 122 (Step 1004).
  • step 1002 If the information corresponding to the device ID received in step 1002 is not stored in the cache state table 122, the processing in FIG.
  • the device allocation management mechanism 126 refers to the cache status table 122 and the memory allocation table 124 and stores the information.
  • the cache state management mechanism 121 notifies the cache information allocated in step 1007 to the cache management mechanism 136B of the virtual machine U 160 (step 1008).
  • the cache state management mechanism 121 holds the cache state information of the virtual machine U 160 in the cache state table 122, and when the OS 170 of the virtual machine U 160 starts up, the virtualization is performed.
  • the mechanism 120 restores the cache 135B of the virtual machine U 160 based on the information held in the cache state table 122.
  • the cache 135B is restored based on the cache state table 122 when the OS 170 is activated, so that the cache 135B can be used effectively immediately after the OS 170 is activated.
  • the second embodiment is different from the first embodiment in the configuration of the portion corresponding to the virtualization mechanism 120 of the first embodiment.
  • the difference between the second embodiment and the first embodiment will be mainly described.
  • FIG. 11 is a block diagram of a computer system according to the second embodiment.
  • a portion corresponding to the virtualization mechanism 120 in the first embodiment is divided into a virtualization mechanism 120A, a virtualization mechanism agent 180, and a nonvolatile area 190.
  • the virtualization mechanism 120A includes a cache state management mechanism 121, a cache state table 122, a memory allocation management mechanism 123, an IO notification mechanism 125, a device allocation management mechanism 126, and a device allocation table 127.
  • the virtualization mechanism agent 180 is equipped with a memory allocation agent 181.
  • the memory allocation agent 181 extracts a part for managing the memory allocation to the virtual machine I 140 from the functions for managing the memory allocation of the virtualization mechanism 120 of the first embodiment.
  • the nonvolatile area 190 the memory allocation table 124 included in the virtualization mechanism 120 of the first embodiment is mounted.
  • the memory allocation agent 181 of the virtualization mechanism agent 180 separated from the virtualization mechanism 120A and the memory allocation table 124 in the nonvolatile area 190 Therefore, the state information of the memory allocation to the virtual machine I 140 by the virtualization mechanism agent 180 can be maintained. Therefore, even if a failure occurs in the virtual machine U 160 or the virtualization mechanism 120A, the normal operation of the virtual machine I 140 that is used by one or more virtual machines U 160 and is in charge of processing the IO request is maintained. can do.
  • a failure may occur in the virtualization mechanism 120A, and the cache state management mechanism 121 and the cache state table 122 may become inaccessible.
  • the memory usage is reduced by assigning the physical address assigned to the virtual machine I 140 to the virtual machine U 160 as well.
  • the cache state management mechanism 121 and the cache state table 122 cannot be accessed, and the memory allocation state to the virtual machine U 160 cannot be managed. For this reason, the operation of the virtual machine U 160 is not guaranteed.
  • the virtual machine U 160 is a virtual machine for application execution, and the virtual machine I 140 receives an IO request from the virtual machine U 160.
  • This is a virtual machine for issuing an IO that issues an IO request based on the above to a target device.
  • the memory allocation agent 181 that is a mechanism for managing the memory allocation of the virtual machine I 140 is configured independently of the other mechanisms (the virtualization mechanism 120A). According to this, since the mechanism for managing the memory allocation of the virtual machine I 140 is independent, even if a fault occurs in the virtual machine U 160 or a mechanism that realizes other functions, the operation of the virtual machine I 140 can be performed. Can be maintained.
  • SYMBOLS 110 Physical resource 111 ... CPU, 112 ... Memory, 113 ... Device, 120 ... Virtualization mechanism, 120A ... Virtualization mechanism, 121 ... Cache state management mechanism, 122 ... Cache state table, 123 ... Memory allocation management mechanism, 124 ... Memory allocation table, 125 ... IO notification mechanism, 126 ... Device allocation management mechanism, 127 ... Device allocation table, 131 ... Virtual CPU, 132 ... Virtual memory, 134 ... Virtual device U, 135 ... Cache, 136 ... Cache management mechanism, 137 ... Cache state notification mechanism, 138 ... IO execution mechanism, 139 ... Application, 140 ... Virtual machine I, 150 ... OS, 160 ... Virtual machine U, 170 ... OS, 180 ... Virtualization mechanism agent, 181 ... Memory allocation agent, 190 ... non-volatile area

Abstract

　計算機システムは、メモリを含む物理リソースと、前記物理リソースを割り当てた仮想計算機を提供する仮想化機構と、前記仮想計算機のキャッシュ状態を管理するキャッシュ状態管理機構と、を有し、前記仮想化機構は第１仮想計算機と第２仮想計算機を提供し、前記キャッシュ状態管理機構は前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のそれぞれのキャッシュ状態を管理し、前記キャッシュ状態管理機構が前記キャッシュ状態の遷移を検出すると、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域と前記第２仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域に同一データを保持する重複領域があれば、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のいずれか一方の前記重複領域を解放する。

Description

計算機システムおよびメモリ割当管理方法
　本発明は、仮想計算機へのメモリ割り当てを管理する技術に関する。
　コンピュータ上で動作するオペレーションシステム（ＯＳ）がメモリの割り当てを調整し、メモリの使用効率を向上させるという技術が知られている。例えば、非特許文献１に開示された重複排除技術では、ＯＳは、自身が認識するメモリ領域から２つの単位領域を選択し、選択した２つの単位領域のデータを互いに比較する。２つの単位領域が同一のデータを保有している場合、ＯＳは、その２つの単位領域に重複があると判断し、その２つの単位領域をマージする。これにより、メモリの使用効率が向上する。
Ａｎｄｒｅａ　Ａｒｃａｎｇｅｌｉ，　Ｉｚｉｋ　Ｅｉｄｕｓ，　Ｃｈｒｉｓ　Ｗｒｉｔｅ，　"Ｉｎｃｒｅａｓｉｎｇ　ｍｅｍｏｒｙ　ｄｅｎｓｉｔｙ　ｂｙ　ｕｓｉｎｇ　ＫＳＭ"，　Ｉｎ　Ｌｉｎｕｘ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　２００９，ｐ―１９－２８
　非特許文献１に開示されているような重複排除技術において、複数のメモリ領域を互いに比較する処理はＣＰＵへの負荷が高い。そのため、重複排除処理を実行することで他の処理の性能に影響を与えてしまうことがある。
　また、マージする可能性のあるメモリ領域、すなわち比較するメモリ領域が拡大すると、メモリ領域を比較する処理に長時間を要する。その結果、重複排除処理が長時間にわたって他の処理の性能に影響を与え続けることとなる。
　これらの理由から重複排除処理は頻繁に実施することができず、そのためメモリ領域が効率よく利用されていない時間が長くなるという問題があった。
　本発明の目的は、処理負荷を抑えつつメモリ領域を効率よく利用する技術を提供することである。
　上記課題を解決するための一態様による計算機システムは、メモリを含む物理リソースと、前記物理リソースを割り当てた仮想計算機を提供する仮想化機構と、前記仮想計算機のキャッシュ状態を管理するキャッシュ状態管理機構と、を有し、前記仮想化機構は第１仮想計算機と第２仮想計算機を提供し、前記キャッシュ状態管理機構は前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のそれぞれのキャッシュ状態を管理し、前記キャッシュ状態管理機構が前記キャッシュ状態の遷移を検出すると、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域と前記第２仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域に同一データを保持する重複領域があれば、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のいずれか一方の前記重複領域を解放する。
　本発明の一態様によれば、重複領域の有無が変わる可能性のあるキャッシュ状態の遷移が検出されたときに重複領域の有無を調べる処理を実行するので、重複領域の有無を調べる処理の負荷を無駄に発生させることなく、効率よく重複を解消することができる。
第１の実施例にかかる計算機システムのブロック図である。 キャッシュ状態テーブル１２２の具体例を示す図である。 メモリ割当テーブル１２４の具体例を示す図である。 デバイス割当テーブル１２７の具体例を示す図である。 デバイス１１３において装置アドレス＝１で識別される領域に格納されたデータに対応する仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａおよび仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂ上のデータの状態遷移を示す図である。 デバイス１１３において装置アドレス＝１で識別される領域に格納されたデータに対応する仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａおよび仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂ上のデータの状態遷移を示す図である。 仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０におけるＩＯ処理のフローチャートである。 仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０によるライト処理のフローチャートである。 仮想計算機Ｕ　１６０から発行されるＩＯ要求に対する処理のフローチャートである。 仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０におけるキャッシュ解放処理のフローチャートである。 メモリの重複排除およびその重複排除を解除する処理を示すフローチャートである。 仮想計算機Ｕ　１６０上でＯＳ１７０の起動が発生したときに実行されるメモリ割り当て処理のフローチャートである。 第２の実施例かかる計算機システムのブロック図である。
　図面を参照して、本発明の実施の形態に係る実施例の構成および機能等について説明する。
　図１は、第１の実施例にかかる計算機システムのブロック図である。
　計算機システムは、物理リソース１１０、仮想化機構１２０、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０で構成される。図１では仮想計算機Ｕ　１６０が１つである例を示しているが、１つ以上あれば、幾つであってもよい。
　物理リソース１１０は、ＣＰＵ１１１、メモリ１１２およびデバイス１１３を有する。物理リソース１１０は、ＣＰＵ１１１、メモリ１１２およびデバイス１１３が１つの筐体に格納される構成であってもよいし、複数の筐体に分けて格納されていても構わない。
　仮想化機構１２０は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０を管理し、その管理している仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０に物理リソース１１０の割当を行なう機構である。
　仮想化機構１２０は、例えば、メモリ割当管理機構１２３およびメモリ割当テーブル１２４を有する。メモリ割当管理機構１２３は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０にメモリの割当を行なう機構である。メモリ割当テーブル１２４は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０のそれぞれへのメモリ割当状態の情報を格納する。
　また、仮想化機構１２０は、デバイス割当管理機構１２６およびデバイス割当テーブル１２７を有する。デバイス割当管理機構１２６は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０にデバイス１１３の割当を行なう機構である。デバイス割当テーブル１２７は、デバイス割当状態の情報を格納する。
　また、仮想化機構１２０は、ＩＯ通知機構１２５、キャッシュ状態管理機構１２１およびキャッシュ状態テーブル１２２を有する。ＩＯ通知機構１２５は、仮想計算機Ｕ　１６０で発行されたＩＯ要求を仮想計算機Ｉ　１４０に通知する。キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態を管理する。キャッシュ状態テーブル１２２は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態の情報を格納する。
　本実施例の計算機システムでは、仮想計算機Ｕ　１６０がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、仮想計算機Ｉ　１４０が、仮想計算機Ｕ　１６０からのＩＯ要求に基づいて対象のデバイスにＩＯ要求を発行するＩＯ発行用の仮想計算機である。このように、アプリケーション実行用の仮想計算機とＩＯ発行用の仮想計算機とを分離することで、ＩＯ実行をアプリケーション実行の影響なく安定的に行えるようにすることができる。なお、ＩＯ発行用の１つの仮想計算機にアプリケーション実行用の複数の仮想計算機を対応付けて、複数のアプリケーション用の仮想計算機からのＩＯ要求を１つのＩＯ発行用の仮想計算機に担当させてもよい。
　例えば、仮想計算機Ｕ　１６０のＯＳ１７０が認識するデバイスは、仮想計算機Ｉ　１４０のＯＳ１５０が認識するデバイスが物理リソース１１０によるデバイスである。計算機システムが仮想計算機Ｕ　１６０上のアプリケーションから要求されたＩＯを実行するとき、例えば、仮想計算機Ｕ　１６０でキャッシュヒットしなかったため仮想計算機Ｕ　１６０からのＩＯ要求を仮想化機構１２０が仮想計算機Ｉ　１４０に通知し、仮想計算機Ｉ　１４０でキャッシュヒットしなかったため仮想計算機Ｉ　１４０から発行されたＩＯ要求を仮想化機構１２０が対象のデバイスに通知するという処理の流れをたどる。
　仮想計算機Ｉ　１４０は、仮想化機構１２０から提供されるリソースである仮想ＣＰＵ　１３１Ａ、仮想メモリ１３２Ａおよび仮想デバイスＩ　１３３を有する。これらのリソースは、仮想化機構１２０でエミュレートされたものであってもよいし、仮想化機構１２０の仲介により物理リソース１１０が直接割り当てられたものであってもよい。仮想計算機Ｉ　１４０では、ＯＳ　１５０が仮想ＣＰＵ　１３１Ａ、仮想メモリ１３２Ａおよび仮想デバイスＩ　１３３を認識し、稼働する。
　ＯＳ１５０は、ＩＯ実施機構１３８、キャッシュ１３５Ａ、キャッシュ管理機構１３６Ａ、およびキャッシュ状態通知機構１３７Ａを有する。
　ＩＯ実施機構１３８は、仮想計算機Ｕ　１６０からのＩＯ要求を受信して仮想デバイスＩ　１３３に発行する。キャッシュ１３５Ａは、ＩＯデータを保持し、ＩＯ性能を向上させる機構である。キャッシュ管理機構１３６Ａは、キャッシュ１３５Ａを管理する。キャッシュ状態通知機構１３７は、キャッシュ１３５の状態変化を仮想化機構１２０に通知する。
　仮想計算機Ｕ　１６０は、仮想化機構１２０から提供されるリソースである仮想ＣＰＵ１３１、仮想メモリ１３２および仮想デバイスＵ１３４を有する。仮想ＣＰＵ１３１および仮想メモリ１３２は仮想化機構１２０でエミュレートされたリソースであってもよいし、仮想化機構１２０の仲介により物理リソース１１０が直接割り当てられたものであってもよい。仮想デバイスＵ１３４は仮想化機構１２０でエミュレートされたリソースである。
　仮想計算機Ｕ　１６０では、ＯＳ１７０が仮想ＣＰＵ　１３１Ｂ、仮想メモリ１３２Ｂ、および仮想デバイスＵ　１３４を認識し、稼働する。
　ＯＳ１７０は、アプリケーション１３９、キャッシュ１３５Ｂ、キャッシュ管理機構１３６Ｂ、およびキャッシュ状態通知機構１３７Ｂを有する。アプリケーション１３９は、様々な機能をユーザに提供するソフトウェアであり、処理に応じてＩＯ要求を発行する。キャッシュ１３５Ｂは、ＩＯデータを保持し、ＩＯ性能を向上させる機構である。キャッシュ管理機構１３６Ｂは、キャッシュ１３５Ｂを管理する。キャッシュ状態通知機構１３７は、キャッシュ１３５Ｂの状態変化を仮想化機構１２０に通知する。
　図２Ａはキャッシュ状態テーブル１２２の具体例、図２Ｂはメモリ割当テーブル１２４の具体例、図２Ｃはデバイス割当テーブル１２７の具体例をそれぞれ示す図である。
　図２Ａに示すように、キャッシュ状態テーブル１２２には、装置ＩＤ２１１、装置アドレス２１２、計算機ＩＤ２１３、アドレスＵ　２１４、アドレスＩ　２１５、状態Ｕ　２１６、状態Ｉ　２１７が格納される。
　装置ＩＤ２１１は、デバイス１１３の識別子である。装置アドレス２１２は、装置ＩＤ２１１で識別されるデバイス１１３におけるデータ格納位置を示す識別子である。計算機ＩＤ２１３は、当該データが仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂに格納されている場合に、その仮想計算機Ｕ　１６０を識別する識別子である。
　アドレスＵ　２１４は、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂにおけるデータ格納位置を示す識別子である。アドレスＩ　２１５は、当該データが仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａに格納されている場合にキャッシュ１３５Ａにおけるデータ格納位置を示す識別子である。
　状態Ｕ２１６は、アドレスＵ　２１４で識別されるキャッシュの状態である。状態Ｉ　２１７は、アドレスＩ　２１５で識別されるキャッシュの状態である。
　キャッシュは、クリーン（Ｃ）、ダーティ（Ｄ）、フリー（Ｆ）の３つの状態をとり得る。クリーン状態とは、キャッシュに格納されたデータに対応するＩＯがＯＳの認識するデバイスにライト済の状態である。すなわち、キャッシュとデバイスのデータが一致している状態である。ダーティ状態とは、キャッシュに格納されたデータに対応するＩＯがＯＳの認識するデバイス等に未ライトの状態である。すなわち、キャッシュとデバイスのデータが一致していない状態である。また、フリー状態とは、キャッシュにデータが格納されていない状態である。
　例えば、図２Ａ中のデータ２１０では、装置ＩＤ＝１で識別されるデバイスにおいて装置アドレス＝１で識別される位置に格納されているデータに対応するデータが、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機ＵのアドレスＵ＝１２０にクリーン状態で格納されおり、当該データが仮想計算機ＩのアドレスＩ＝１００にダーティ状態で格納されていることを示す。
　図２Ｂに示すように、メモリ割当テーブル１２４には、物理アドレス２２１と、計算機ＩＤ２２２、アドレス２２３が格納される。
　物理アドレス２２１は、メモリ１１２におけるデータ格納位置を示す識別子である。
　計算機ＩＤ２２２は、メモリ領域が割り当てられている仮想計算機の識別子である。以降の説明では仮想計算機Ｉ　１４０を識別する計算機ＩＤを“１”とすることにする。
　アドレス２２３は、仮想計算機の認識する、物理アドレス２２１により識別されるメモリ領域の識別子である。
　例えば、図中のデータ２２０は、メモリ１１２において物理アドレス＝１０１で識別される領域が、計算機ＩＤ＝１で識別される仮想計算機のアドレス＝１００で識別されるメモリ上の領域に割り当てられていることを示す。
　図２Ｃに示すように、デバイス割当テーブル１２７には、装置ＩＤ２３１、計算機ＩＤ２３２、仮想装置ＩＤ２３３が格納される。
　装置ＩＤ２３１は、デバイス１１３の識別子である。
　計算機ＩＤ２３２は、装置ＩＤ２３１で識別されるデバイス１１３が割り当てられている仮想計算機を識別する識別子である。
　仮想装置ＩＤ２３３は、仮想計算機の認識する、装置ＩＤ２３１で識別されるデバイス１１３の識別子である。
　例えば図２Ｃ中のデータ２３０は、装置ＩＤ＝１で識別されるデバイスが、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機に割り当てられており、その仮想計算機はそのデバイスを仮想装置Ｉ＝１で識別されるデバイスとして認識していることを示す。
　図３、４は、デバイス１１３において装置アドレス＝１で識別される領域に格納されたデータに対応する仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａおよび仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂ上のデータの状態遷移を示す図である。
　図３、４において、連結された２つのボックスのうち、左側のボックスが仮想計算機Ｕ　１６０の状態を示し、右側のボックス右辺は仮想計算機Ｉ　１４０の状態を示す。Ｆがフリー状態、Ｃがクリーン状態、Ｄがダーティ状態を示している。例えば、仮想計算機Ｕ　１６０がクリーン状態であれば、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ内のデータが、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ内のデータと一致しているといえる。また、仮想計算機Ｉ　１４０がクリーン状態であれば、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ内のデータが、仮想化機構１２０がエミュレートするデバイスあるいは物理リソース１１０によるデバイス内のデータが一致しているといえる。
　また、図３、４において、ボックスにハッチングが施されているのは、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ内のデータと、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ内のデータが一致しているため、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュを解放し、データの重複を排除する処理を行うことできることを表わしている。
　また、図３、４において、実線の矢印はリードをトリガとする状態遷移を表わし、一点鎖線の矢印はライトをトリガとするキャッシュの状態遷移を表わし、破線の矢印はデステージをトリガとする状態遷移を表わし、二点鎖線の矢印はフリーをトリガとする状態遷移を表わしている。以下、キャッシュの状態遷移のトリガを状態遷移トリガともいうことにする。
　図３は、仮想計算機Ｕ　１６０で発生する状態遷移トリガに起因するキャッシュ１３５の状態遷移を示している。
　キャッシュ状態３１０では、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態がクリーン（３１１）であり、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態がクリーン（３１２）である。キャッシュ状態３１０のとき、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュは重複排除を行うことが可能な状態である。
　重複排除は、物理メモリの複数の領域に同一データが保持されているときに、そのいずれかの領域を解放するとともに、その領域に対応づけられていた仮想計算機のアドレスを、同一データが保持されている他の領域に対応付けを変更することで、物理メモリの利用効率を向上させる処理である。
　キャッシュ状態３１０では、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂと仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａのデータが一致しているので、キャッシュ１３５Ｂに対応する物理リソース１１０のメモリ１１２の領域と、キャッシュ１３５Ａに対応するメモリ１１２の領域には同一データが保持されている。したがって、キャッシュ状態３１０は重複排除が可能といえる。
　仮想計算機Ｕ　１６０において、装置アドレス＝１で識別される領域に対して状態遷移トリガであるライト要求が発生した場合、キャッシュ状態３１０はキャッシュ状態３２０に遷移する。つまり、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態はダーティ（３２１）となり、仮想計算機Ｉ１４０のキャッシュ状態はクリーン（３２２）となる。
　キャッシュ状態３２０のときに、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０キャッシュ状態は重複排除が不能な状態である。仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂと仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａのデータが一致していないからである。
　所定のタイミングで、仮想計算機Ｕ　１６０で発行されたライト要求が、仮想化機構１２０のＩＯ通知機構１２５を経由して、仮想計算機Ｉ　１４０のＩＯ実施機構１３８に通知される。この処理をデステージと呼ぶ。
　デステージは状態遷移トリガのひとつである。デステージにより、キャッシュ状態３２０はキャッシュ状態３３０に遷移する。つまり、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態はクリーン（３３１）となり、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態はダーティ（３３２）となる。キャッシュ状態３３０のときには、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュは重複排除が可能である。仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂと仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａのデータが一致しているからである。
　図４は、仮想計算機Ｉ　１４０で発生する状態遷移トリガに起因するキャッシュ１３５の状態遷移を示している。
　例えば、キャッシュ状態４１０は、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態がクリーン（４１１）であり、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態がダーティ（４１２）である。キャッシュ状態４１０のとき、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５は重複排除が可能な状態である。仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂと仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５Ａのデータが一致しているからである。
　所定のタイミングで、仮想計算機Ｉ　１４０は、仮想計算機Ｕ　１６０から受信したＩＯ要求を仮想デバイスＩ　１３３に発行する。この処理をデステージと呼ぶ。デステージは状態遷移トリガのひとつである。
　デステージにより、キャッシュ状態４１０からキャッシュ状態４２０に遷移する。つまり、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態はクリーン（４２１）となり、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態はクリーン（４２２）となる。キャッシュ状態４２０のときも、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ１３５は重複排除が可能な状態である。
　仮想計算機Ｉ　１４０において、未使用のメモリ領域が不足する等のイベントが発生すると、仮想計算機Ｉ　１４０では、キャッシュ１３５Ａのメモリ領域を解放し、未使用のメモリ領域を拡張するという処理を行う。この処理をフリーと呼ぶ。フリーは状態遷移トリガのひとつである。
　フリーにより、キャッシュ状態４２０からキャッシュ状態４３０に遷移する。つまり、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態はクリーン（４３１）となり、仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態はフリー（４３２）となる。キャッシュ状態４３０のとき、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュは重複排除が不能な状態である。仮想化計算機Ｉ　１４０がキャッシュ１３５Ａにデータが格納されていない状態だからである。
　図５は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０におけるＩＯ処理のフローチャートである。
　本処理は、仮想計算機Ｕ　１６０ではアプリケーション１３９でＩＯ要求が発生し、仮想計算機Ｉ　１４０ではＩＯ実施機構１３８がＩＯ要求を受け取ったときに実施する。
　ここでは、仮想装置ＩＤ＝１で識別されるデバイス１１３の装置アドレス＝１に対応する領域へのＩＯ要求をアプリケーション１３９が発行した場合、または当該ＩＯ要求をＩＯ実施機構１３８が受信した場合を例示する。
　まず、キャッシュ管理機構１３６がアプリケーション１３９から発行またはＩＯ実施機構１３８から送信されたＩＯ要求を受信する（ステップ５０１）。
　キャッシュ管理機構１３６が受信したＩＯ要求がライト要求だった場合（ステップ５０２のライト要求のルート）、キャッシュ状態通知機構１３７は当該デバイスの装置アドレス＝１の領域に書き込むデータをキャッシュ１３５に格納するために、当該キャッシュの位置を識別するアドレスと、当該キャッシュの状態がダーティになることを仮想化機構１２０のキャッシュ状態管理機構１２１に通知する（ステップ５０３）。また、キャッシュ管理機構１３６は、キャッシュ１３５にデータを格納する（ステップ５０４）。そして、キャッシュ管理機構１３６はライト要求が完了したことをアプリケーション１３９またはＩＯ実施機構１３８に通知する（ステップ５０５）。尚、本実施例においてキャッシュ状態変化のキャッシュ状態管理機構１２１への通知は、実際にキャッシュ状態が変化してから行うようにしてもよい。 
 
　一方、ステップ５０２の判定において、キャッシュ管理機構１３６が受信したＩＯ要求がリード要求だった場合（ステップ５０２のリード要求のルート）、キャッシュ管理機構１３６は、リード要求で要求されたデータが、キャッシュ１３５にてキャッシュヒットするか否か調べる（ステップ５０６）。
　キャッシュヒットする場合（ステップ５０６）、キャッシュ管理機構１３６は、アプリケーション１３９またはＩＯ実施機構１３８にリード要求の完了を通知する（ステップ５１１）。
　一方、キャッシュヒットしない場合（ステップ５０６）、キャッシュ管理機構１３６は、本ＩＯ要求が仮想計算機Ｉ　１４０で発生している場合は仮想デバイスＩ　１３３に、本ＩＯ処理が仮想計算機Ｕ　１６０で発生している場合は仮想デバイスＵ　１３４にリード要求を発行する（ステップ５０７）。リード要求を受けた仮想デバイスＩ　１４０または仮想デバイスＵ　１６０は、リード要求を実施し、当該データを取得する（ステップ５０８）。キャッシュ管理機構１３６は取得したデータをキャッシュ１３５に格納する（ステップ５０９）。キャッシュ状態通知機構１３７は、当該デバイスの装置アドレス＝１に対応するデータが格納されているキャッシュ１３５上の位置を識別するアドレスと、キャッシュ状態がクリーンであることを仮想化機構１２０のキャッシュ状態管理機構１２１に通知する（ステップ５１０）。キャッシュ管理機構１３６は、リード要求が完了したことをアプリケーション１３９またはＩＯ実施機構１３８に通知する（ステップ５１１）。
　図６は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０によるライト処理のフローチャートである。ライト処理は、ダーティ状態から、キャッシュのデータを当該キャッシュに対応するデバイスに書き込む処理である。この処理により、ダーティ状態だったキャッシュがクリーン状態となる。本処理は、前回のライト処理から一定時間以上が経過した場合、一定数以上のキャッシュがダーティ状態になった場合、あるいはユーザによる指示があった場合に実施される。
　キャッシュ管理機構１３６は、管理するキャッシュ１３５がダーティ状態であるか否かを調べる。キャッシュがダーティ状態ではない場合、キャッシュ管理機構１３６はそのまま処理を終了する（ステップ６０１）。
　キャッシュ１３５がダーティ状態の場合（ステップ６０１）、仮想計算機Ｉ　１４０で本処理が行われている場合は仮想デバイスＩ　１３３に、仮想計算機Ｕ　１６０で本処理が行われている場合は仮想デバイスＵ　１３４に、データの書き込みを要求するライト要求を発行する（ステップ６０２）。それを終えると、キャッシュ状態通知機構１３７が、ＩＯ発行対象のデバイスを識別する仮想装置ＩＤおよび装置アドレスと、当該領域に対応するデータが格納されているキャッシュ上の位置を識別するアドレスと、キャッシュ状態がクリーンであることを仮想化機構１２０のキャッシュ状態管理機構１２１に通知する（ステップ６０３）。
　図７は、仮想計算機Ｕ　１６０から発行されるＩＯ要求に対する処理のフローチャートである。ＩＯ要求に対する処理をＩＯ処理と呼ぶことにし、ＩＯ処理はリード処理またはライト処理である。ここでいうリード処理は図５のステップ５０８の処理であり、ライト処理は図６のステップ６０２の処理である。
　図７を参照すると、まず、仮想計算機Ｕ　１６０において仮想デバイスＵ　１３４がＩＯ要求を発行すると、仮想化機構１２０上のＩＯ通知機構１２５がそのＩＯ要求を受信する（ステップ７０１）。ＩＯ要求を受信したＩＯ通知機構１２５は、そのＩＯ要求を仮想計算機Ｉ　１４０のＩＯ実施機構１３８に通知する（ステップ７０２）。
　仮想計算機Ｉ　１４０は、ＩＯ要求を、図５のフローチャートに従って処理する（ステップ７０３）。仮想計算機Ｉ　１４０は図５の処理の結果として、ＩＯ実施機構１３８から、仮想化機構１２０にＩＯ処理の完了を通知する。
　仮想化機構１２０のＩＯ通知機構１２５は、仮想計算機Ｉ　１４０のＩＯ実施機構１３８からＩＯ処理の完了を受信する（ステップ７０４）。ＩＯ通知機構１２５は、仮想デバイスＵ　１３４にＩＯ処理の完了を通知する（ステップ７０５）。
　図８は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０におけるキャッシュ解放処理のフローチャートである。本処理は、仮想計算機Ｉ　１４０および仮想計算機Ｕ　１６０において未使用のメモリ領域が不足した場合等に、現在使用中のキャッシュを解放し、未使用のメモリ領域を拡張する処理である。
　まず、キャッシュ管理機構１３６は、管理するキャッシュ１３５のキャッシュ状態を調べ、クリーン状態かダーティ状態かを判定する（ステップ８０１）。
　キャッシュ１３５がダーティ状態の場合、キャッシュ管理機構１３６は、そのまま処理を終了する（ステップ８０１のダーティ状態のルート）。
　一方、キャッシュ１３５がクリーン状態の場合、キャッシュ状態通知機構１３７は、キャッシュ１３５のアドレスと、当該キャッシュ１３５の状態がフリーに変化したことを仮想化機構１２０のキャッシュ状態管理機構１２１に通知する（ステップ８０２）。また、キャッシュ管理機構１３６は、当該キャッシュ１３５を解放する（ステップ８０３）。
　図９は、メモリの重複排除およびその重複排除を解除する処理を示すフローチャートである。本処理は、仮想計算機Ｉ　１４０あるいは仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態通知機構１３７から、仮想化機構１２０のキャッシュ状態管理機構１２１にキャッシュ状態の遷移が通知されたときに実施される。
　まず、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｉ　１４０または仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態通知機構１３７から、仮想計算機Ｕ　１６０または仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態の変化の通知を受ける（ステップ９０１）。キャッシュ状態の変化の通知を受信すると、キャッシュ状態管理機構１２１は、キャッシュ状態テーブル１２２を更新する（ステップ９０２）。
　キャッシュ状態テーブル１２２のキャッシュ状態Ｕ　２１６およびキャッシュ状態Ｉ　２１７がクリーンとクリーン（図３の３１０の状態）またはクリーンとダーティ（図３の３３０の状態）であれば、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｉ　１４０のアドレスＩ　２１５で識別される領域と計算機ＩＤ＝２１３で識別される仮想計算機Ｕ　１６０のアドレスＵ　２１４で識別される領域に格納されているデータが同一の状態（重複状態）と判断する。
　一方、キャッシュ状態テーブル１２２のキャッシュ状態Ｕ　２１６およびキャッシュ状態Ｉ　２１７がクリーンとクリーンまたはクリーンとダーティ以外の組み合わせであれば、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｉ　１４０のアドレスＩ　２１５で識別される領域と、装置アドレス２１２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０のアドレスＵ　２１４で識別される領域に格納されているデータが異なっている状態（非重複状態）と判断する。
　ステップ９０２のテーブル更新により、キャッシュ１３５が非重複状態から重複状態に遷移した場合（ステップ９０３）、仮想計算機Ｉ１４０の当該データが格納されたキャッシュと仮想計算機Ｕ１６０の当該データが格納されたキャッシュに対し、重複排除処理を行なう。
　例えば、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０において装置ＩＤ＝１で識別されるデバイス１１３の装置アドレス＝１で識別される領域へのライト要求が発生した場合を想定する。このとき、仮想計算機Ｕ　１６０において、図５に示したＩＯ処理が実施され、仮想計算機Ｕ　１６０の当該キャッシュがダーティであり、仮想計算機Ｉ　１４０の当該キャッシュがクリーンであるというキャッシュ状態となる。この時のキャッシュの状態は図３のキャッシュ状態３２０である。
　図６に示したように仮想計算機Ｕ　１６０から仮想化機構１２０のＩＯ通知機構１２５にＩＯ要求が通知され、ＩＯ通知機構１２５から仮想計算機Ｉ　１４０のＩＯ実施機構１３８にＩＯ要求が通知され、図５に示したように仮想計算機Ｉ　１４０においてＩＯ処理が実施される。これにより、仮想計算機Ｕ　１６０の当該キャッシュがクリーン、仮想計算機Ｉ　１４０の当該キャッシュがダーティというキャッシュ状態となる。この時のキャッシュ状態は図３のキャッシュ状態３３０である。
　この状態変化がキャッシュ状態通知機構１３７からキャッシュ状態管理機構１２１に通知されると、キャッシュ状態テーブル１２２の装置ＩＤ＝１で識別されるデバイスの装置アドレス＝１の領域に対するアドレスＵ、アドレスＩ、状態Ｕ、状態Ｉは図２のデータ２１０のようになる。このとき、データ２１０における状態Ｕおよび状態Ｉは非重複状態から重複状態に遷移するため、重複排除処理が行われる。
　キャッシュ状態管理機構１２１は、キャッシュ状態テーブル１２２から、重複排除対象となるキャッシュを保有する仮想計算機Ｕ　１６０を識別する計算機ＩＤおよび仮想計算機Ｕ　１６０における当該キャッシュの識別子のアドレスＵを取得する。
　そして、キャッシュ状態管理機構１２１は、取得した計算機ＩＤ２１３とメモリ割当テーブル１２４における計算機ＩＤ２２２、および取得したアドレスＵ２１４とメモリ割当テーブルのアドレス２２３を比較し、当該キャッシュに対応する物理アドレスを重複排除の対象を示すものとして取得する（ステップ９０４）。例えば、計算機ＩＤ＝２のアドレス＝１２０に対応する物理アドレスは“１０２”である。
　また、キャッシュ状態管理機構１２１は、キャッシュ状態テーブル１２２から、仮想計算機Ｉ　１４０における当該キャッシュの識別子であるアドレスＩを取得する。本実施例では、“１”に固定している仮想計算機Ｉ　１４０の計算機ＩＤと、メモリ割当テーブル１２４における計算機ＩＤ　２２２、および取得したアドレスＩ　２１５とメモリ割当テーブルのアドレス２２３を比較し、当該キャッシュ１３５に対応する物理アドレスを重複排除の対象を示すものとして取得する（ステップ９０５）。例えば、計算機ＩＤ＝１のアドレス１００に対応する物理アドレスは“１０１”である。
　メモリ割当管理機構１２３は、重複排除の処理として、メモリ割当テーブル１２４において、ステップ９０４で取得した仮想計算機Ｕ　１６０の物理アドレスを、ステップ９０５で取得した仮想計算機Ｉ　１４０の物理アドレスに変更する（ステップ９０６）。例えば、メモリ割当テーブル１２４の計算機ＩＤ＝２のアドレス＝１２０に対応する物理アドレスを“１０２”から“１０１”に変更する。これにより、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０の両方に同じ物理アドレスが割り当てられた状態となる。
　メモリ割当管理機構１２３は、上記ステップ９０６で割当が解除された領域に新たに別のアドレスを付与してメモリ割当テーブル１２４に追加する（ステップ９０７）。例えば、メモリ割当テーブル１２４に計算機ＩＤ＝２のアドレス＝２００に対応する情報が格納されていないので、このときにメモリ割当テーブル１２４に物理アドレス＝１０２、計算機ＩＤ＝２、アドレス＝２００という情報を追加してもよい。
　上記ステップ９０２のテーブル更新により、キャッシュ状態が重複から非重複に遷移した場合（ステップ９０３）、仮想計算機Ｉ　１４０と仮想計算機Ｕ　１６０の当該領域の重複排除が行われている状態から、その重複排除を解除する。
　例えば、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０において装置ＩＤ＝１で識別されるデバイスの装置アドレス＝１で識別される領域に対して発生したリード要求が完了した状態を想定する。このとき、仮想計算機Ｕ　１６０において図５に示したＩＯ処理（リード）が実施され、仮想計算機Ｕ　１６０の当該キャッシュがクリーン、仮想計算機Ｉ　１４０の当該キャッシュがクリーンとなる。
　その後、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０において装置ＩＤ＝１で識別されるデバイスの装置アドレス＝１で識別される領域に対するライト要求が発生すると、図５に示したＩＯ処理（ライト）が実施され、仮想計算機Ｕ　１６０の当該キャッシュがダーティ、仮想計算機Ｉ　１４０の当該キャッシュがクリーンとなる。このときの状態変化が、キャッシュ状態通知機構１３７からキャッシュ状態管理機構１２１に通知される。
　例えば、このとき重複排除が行われた状態であり、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０のアドレス＝１２０で識別される領域と仮想計算機Ｉ　１４０のアドレス＝１００で識別される領域にはともに物理アドレス＝１０１で識別される領域が割り当てられているとする。
　前述の状態変化により、仮想計算機Ｕ　１６０のアドレス＝１２０で識別される領域と仮想計算機Ｉ　１４０のアドレス＝１００で識別される領域は重複状態から非重複状態になるため、仮想計算機Ｕ　１６０のアドレス＝１２０と仮想計算機Ｉ　１４０のアドレス＝１００には異なる物理アドレスで識別される領域を割り当てる必要が生じる。
　そこで、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ管理機構１３６に通知をし、仮想計算機Ｕ　１６０の保有するキャッシュから状態がフリーである領域を識別するアドレスを取得する（ステップ９０８）。ここでは、例えば、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ管理機構１３６Ｂからフリーである領域としてアドレス＝１４０が通知されるものとする。
　メモリ割当管理機構１２３は、ステップ９０８で通知対象とした仮想計算機Ｕ　１６０を識別する計算機ＩＤと取得したアドレスを、メモリ割当テーブル１２４の計算機ＩＤ２２２とアドレス２２３とそれぞれ比較し、当該仮想計算機Ｕ　１６０およびアドレスが割り当てられている物理アドレスを取得し、メモリ割当テーブルから当該行を削除する（ステップ９０９）。ここでは、図２Ｂを参照すると、メモリ割当テーブル１２４から、計算機ＩＤ＝２で識別される仮想計算機のアドレス＝１４０で識別される領域には物理アドレス＝１０３で識別される領域が割り当てられていることがわかる。そのため、メモリ割当テーブル１２４から当該メモリ割り当ての行が削除される。
　更に、メモリ割当管理機構１２３は、重複排除の解除の処理として、メモリ割当テーブル１２４において重複排除の対象となっていた仮想計算機Ｕ　１６０のアドレスに対応する物理アドレスを、ステップ９０９で取得した物理アドレスに変更する（ステップ９１０）。例えば、メモリ割当テーブル１２４の計算機ＩＤ＝２のアドレス＝１２０で識別される行に格納された物理アドレスを“１００”から“１４０”に変更する。
　また、ステップ９０２のテーブル更新により発生するキャッシュ状態テーブル１２２の状態変化が重複状態のまま、あるいは非重複状態のままであれば、そのまま図９の処理を終了する。
　以上説明したように、本実施例によれば、キャッシュ状態管理機構１２１がキャッシュ状態の遷移を検出したタイミングで、仮想化機構１２０が、仮想計算機Ｕ　１６０（第１仮想計算機）のキャッシュ１３５Ｂに割り当てられたメモリ領域と仮想計算機Ｉ　１４０（第２仮想計算機）のキャッシュ１３５Ａに割り当てられたメモリ領域に同一データを保持する重複領域があれば、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のいずれか一方の重複領域を解放する。本実施例では、仮想計算機Ｕ　１６０の重複領域が解放される。これによれば、重複領域の有無が変わる可能性のあるキャッシュ状態の遷移が検出されたときに重複領域の有無を調べる処理を実行するので、重複領域の有無を調べるタイミングを効率よく限定することができる。これにより、処理の負荷を無駄に発生させることなく、効率よく重複を解消することができる。
　また、本実施例の計算機システムは、仮想計算機Ｕ　１６０がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、仮想計算機Ｉ　１４０が、仮想計算機Ｕ　１６０からのＩＯ要求に基づくＩＯ要求を対象のデバイスに発行するＩＯ発行用の仮想計算機である。そして、仮想化機構１２０が、仮想計算機Ｕ　１６０の発行するＩＯ要求を仮想計算機Ｉ　１４０に通知し、仮想計算機Ｉ　１４０からのＩＯ要求を対象のデバイスに通知するという構成である。そして、仮想化機構１２０は、重複領域があれば、仮想計算機Ｕ　１６０の重複領域を解放し、仮想計算機Ｉ　１４０の重複領域を仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュにも割り当てる。
　これによれば、アプリケーション実行用の仮想計算機Ｕ　１６０とデバイスへのＩＯ発行用の仮想計算機Ｉ　１４０とを役割分担する構成の計算機システムにおいて、重複領域があったとき、アプリケーション実行用の仮想計算機Ｕ　１６０の方の重複領域を解放する。本実施例では、アプリケーション実行用の仮想計算機Ｕが１台稼働させる構成について述べたが、仮想計算機Ｕは複数台稼働させてもよく、複数台の仮想計算機ＵからのＩＯ要求を１台の仮想計算機Ｉに担当させてもよい。こうした場合、特に仮想計算機Ｉは複数台の仮想計算機ＵのＩＯ要求を実施するため、仮想計算機Ｕよりも高い信頼性が求められる。本機構を用いることでＩＯ発行用の仮想計算機Ｉ　１４０の動作の安全性を確保することができる。
　また、仮想化機構１２０は、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態が共にクリーンであるとき、または、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態がクリーンかつ仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態がダーティであるとき、仮想化機構１２０は重複領域があると判定する。これによれば、キャッシュ状態に基づいて重複領域の有無を容易に正しく判断することができる。
　また、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｕ　１６０または仮想計算機Ｉ　１４０において、データを読み出すリード、データを書き込むライト、キャッシュのデータをバックエンド側の装置に通知するデステージ、キャッシュを開放するフリーのいずれかが発生すると、キャッシュ状態の遷移を検出する。これによれば、キャッシュ状態の遷移を生じさせる事象の発生をトリガとして容易かつ確実にキャッシュ状態の遷移を検出することができる。
　また、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態が共にクリーンであるとき、または、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態がクリーンかつ仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態がダーティであるとき、重複状態とし、仮想計算機Ｕ　１６０と仮想計算機Ｉ　１４０のキャッシュ状態がそれ以外の状態であるとき、非重複状態とする。仮想化機構１２０は、キャッシュ状態管理機構１２１がキャッシュ状態の遷移を検出すると、非重複状態から重複状態に遷移したのであれば、仮想計算機Ｕ　１６０の重複領域を解放し、仮想計算機Ｉ　１４０の重複領域を仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュにも割り当てる。また、重複状態から非重複状態に遷移したのであれば、仮想計算機Ｉ　１４０の重複領域を割り当てていた仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュに他の領域を割り当てる。これによれば、重複状態から非重複状態への遷移を検知して重複を排除する処理を実行し、非重複状態から重複状態への遷移を検知して、重複を排除している状態を解除する処理を実行するので、重複排除を適切なときに適用することができる。
　図１０は、仮想計算機Ｕ　１６０上でＯＳ１７０の起動が発生したときに実行されるメモリ割り当て処理のフローチャートである。
　仮想計算機Ｕ　１６０上でＯＳ１７０が起動すると（ステップ１００１）、まず、仮想化機構１２０上のデバイス割当管理機構１２６は、仮想計算機Ｕ　１６０から当該仮想計算機Ｕ　１６０に割り当てるデバイスの識別子である装置ＩＤおよび仮想計算機Ｕ　１６０における当該デバイスの識別子である仮想装置ＩＤを受け取る（ステップ１００２）。ここでは例えば、計算機ＩＤ＝３で識別される仮想計算機Ｕ　１６０に、装置ＩＤ＝２で識別されるデバイスが割り当てられ、仮想計算機Ｕ　１６０は当該デバイスを仮想装置ＩＤ＝１で認識しているものとする。
　デバイス割当管理機構１２６は、デバイス割当テーブル１２７を更新する（ステップ１００３）。
　デバイス割当管理機構１２６は、キャッシュ状態テーブル１２２に、ステップ１００２で受信した装置ＩＤに対応する情報が格納されているか否か判定する（ステップ１００４）。
　キャッシュ状態テーブル１２２に、ステップ１００２で受信した装置ＩＤに対応する情報が格納されていない場合は、そのまま図１０の処理を終了する。
　キャッシュ状態テーブル１２２に、ステップ１００２で受信した装置ＩＤに対応する情報が格納されている場合、デバイス割当管理機構１２６は、キャッシュ状態テーブル１２２およびメモリ割当テーブル１２４を参照して、その情報が格納されている物理アドレスを取得する（ステップ１００５）。例えば、装置ＩＤ＝２で識別されるデバイスの装置アドレス＝１０で識別される領域に格納されている情報は、アドレスＩ　２１４から、仮想計算機Ｉ　１４０のアドレス＝２４０に格納されていることがわかる。また、メモリ割当テーブル１２４から、計算機ＩＤ＝１である仮想計算機Ｉ　１４０のアドレス＝２４０は物理アドレス＝１０４に対応することがわかる。そのため、装置ＩＤ＝２で識別されるデバイスの装置アドレス＝１０に格納されている情報は、物理アドレス＝１０４に格納されていることがわかる。
　次に、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ管理機構１３６に要求を通知し、仮想計算機Ｕ　１６０の保有するキャッシュ１３５Ｂから状態がフリーである領域のアドレスを受け取る（ステップ１００６）。例えば、計算機ＩＤ＝３で識別される仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ管理機構１３６Ｂからフリーである領域としてアドレス＝９０が通知されるものとする。
　メモリ割当管理機構１２３は、メモリ割当テーブル１２４において、ステップ１００６で取得した仮想計算機Ｕ　１６０のアドレスに対応する物理アドレスを、ステップ１００５で取得した物理アドレスに変更する（ステップ１００７）。例えば、メモリ割当テーブル１２４の計算機ＩＤ＝３のアドレス＝９０で識別される行に格納された物理アドレスを“２００”から“１０４”に変更する。これにより物理アドレス＝２００の領域の割当が解除される。
　キャッシュ状態管理機構１２１は、ステップ１００７で割り当てたキャッシュ情報を仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ管理機構１３６Ｂに通知する（ステップ１００８）。キャッシュ状態管理機構１２１は、例えば、計算機ＩＤ＝３で識別される仮想計算機Ｕ　１６０に、仮想計算機Ｕ　１６０がアドレス＝９０で認識している領域に、仮想計算機Ｕ　１６０が仮想装置ＩＤ＝１で認識しているデバイスの装置アドレス＝２で識別される領域の情報が格納されたことを通知する。
　メモリ割当管理機構１２３は、ステップ１００７により割当が解除された領域に新たに別のアドレスを付与してメモリ割当テーブル１２４に追加する（ステップ１００９）。例えば、メモリ割当テーブル１２４には計算機ＩＤ＝３のアドレス＝１００に対応する情報が格納されていない場合に、物理アドレス＝２００、計算機ＩＤ＝３、アドレス＝１００の情報が追加される。
　以上説明したように、本実施例によれば、キャッシュ状態管理機構１２１は、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ状態の情報をキャッシュ状態テーブル１２２に保持し、仮想計算機Ｕ　１６０のＯＳ１７０が起動すると、仮想化機構１２０は、キャッシュ状態テーブル１２２に保持されている情報に基づき、仮想計算機Ｕ　１６０のキャッシュ１３５Ｂを復元する。これにより、ＯＳ１７０起動時にキャッシュ状態テーブル１２２を基にキャッシュ１３５Ｂを復元するので、ＯＳ１７０の起動直後からキャッシュ１３５Ｂの有効な利用が可能となる。
　第２の実施例は、第１の実施例の仮想化機構１２０に対応する部分の構成が第１の実施例と異なっている。ここでは、第２の実施例について主に第１の実施例と異なる部分について説明する。
　図１１は、第２の実施例かかる計算機システムのブロック図である。第２の実施例では、第１の実施例における仮想化機構１２０に対応する部分が、仮想化機構１２０Ａ、仮想化機構エージェント１８０、および不揮発領域１９０に分割されている。
　仮想化機構１２０Ａは、キャッシュ状態管理機構１２１、キャッシュ状態テーブル１２２、メモリ割当管理機構１２３、ＩＯ通知機構１２５、デバイス割当管理機構１２６、デバイス割当テーブル１２７を有している。仮想化機構エージェント１８０にはメモリ割当エージェント１８１が搭載されている。メモリ割当エージェント１８１は、第１の実施例の仮想化機構１２０が有するメモリ割当を管理する機能の内、仮想計算機Ｉ　１４０へのメモリ割当を管理する部分を抽出したものである。不揮発領域１９０には、第１の実施例の仮想化機構１２０が有するメモリ割当テーブル１２４が搭載されている。
　本構成により、仮想計算機Ｕ　１６０または仮想化機構１２０Ａに障害が発生した場合でも、仮想化機構１２０Ａから分離された仮想化機構エージェント１８０のメモリ割当エージェント１８１と、不揮発領域１９０上のメモリ割当テーブル１２４とには障害が影響しないので、仮想化機構エージェント１８０による仮想計算機Ｉ　１４０へのメモリ割当の状態情報が維持できる。それゆえ、仮想計算機Ｕ　１６０または仮想化機構１２０Ａに障害が発生しても、１つまたは複数の仮想化計算機Ｕ　１６０に利用されＩＯ要求の処理を担当する仮想計算機Ｉ　１４０の正常な動作を維持することができる。
　例えば、仮想化機構１２０Ａに障害が発生し、キャッシュ状態管理機構１２１およびキャッシュ状態テーブル１２２にはアクセスができなくなることがある。
　キャッシュが重複状態のときには、仮想計算機Ｉ　１４０に割り当てられた物理アドレスを仮想計算機Ｕ　１６０にも割り当てることでメモリ使用量の削減が図られている。このとき、仮想化機構１２０Ａに障害が発生すると、キャッシュ状態管理機構１２１およびキャッシュ状態テーブル１２２にアクセスができなくなるので、仮想計算機Ｕ　１６０へのメモリ割り当て状態を管理できなくなる。そのため、仮想計算機Ｕ　１６０の動作が保証されない状態となる。
　一方、本実施例でも第１の実施例と同様、キャッシュが重複状態のときでも仮想計算機Ｉ　１４０についてはそのメモリ割り当てになんら変更がされていない。また、仮想計算機Ｉ　１４０のメモリ割当は、仮想化機構１２０Ａから分離されたメモリ割当エージェント１８１によって管理されている。そのため、仮想化機構１２０Ａに障害が発生しても、仮想計算機Ｉ　１４０の動作は保証される。
　すなわち、以上説明したように、本実施例においても、第１の実施例と同様、仮想計算機Ｕ　１６０がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、仮想計算機Ｉ　１４０が、仮想計算機Ｕ　１６０からのＩＯ要求に基づくＩＯ要求を対象のデバイスに発行するＩＯ発行用の仮想計算機である。そして、本実施例では、仮想計算機Ｉ　１４０のメモリ割り当てを管理する機構であるメモリ割当エージェント１８１が他の機構（仮想化機構１２０Ａ）から独立して構成されている。これによれば、仮想計算機Ｉ　１４０のメモリ割り当てを管理する機構が独立しているので、仮想計算機Ｕ　１６０や他の機能を実現する機構に障害が発生しても、仮想計算機Ｉ　１４０の動作を維持することができる。
　上述した本発明の各実施例は、本発明の説明のための例示であり、本発明の範囲をそれらの実施例のみに限定する趣旨ではない。当業者は、本発明の要旨を逸脱することなしに、他の様々な態様で本発明を実施することができる。
１１０…物理リソース、１１１…ＣＰＵ、１１２…メモリ、１１３…デバイス、１２０…仮想化機構、１２０Ａ…仮想化機構、１２１…キャッシュ状態管理機構、１２２…キャッシュ状態テーブル、１２３…メモリ割当管理機構、１２４…メモリ割当テーブル、１２５…ＩＯ通知機構、１２６…デバイス割当管理機構、１２７…デバイス割当テーブル、１３１…仮想ＣＰＵ、１３２…仮想メモリ、１３４…仮想デバイスＵ、１３５…キャッシュ、１３６…キャッシュ管理機構、１３７…キャッシュ状態通知機構、１３８…ＩＯ実施機構、１３９…アプリケーション、１４０…仮想計算機Ｉ、１５０…ＯＳ、１６０…仮想計算機Ｕ、１７０…ＯＳ、１８０…仮想化機構エージェント、１８１…メモリ割当エージェント、１９０…不揮発領域
 

Claims (10)

  1. 　メモリを含む物理リソースと、
    　前記物理リソースを割り当てた仮想計算機を提供する仮想化機構と、
    　前記仮想計算機のキャッシュ状態を管理するキャッシュ状態管理機構と、を有し、
    　前記仮想化機構は第１仮想計算機と第２仮想計算機を提供し、
    　前記キャッシュ状態管理機構は前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のそれぞれのキャッシュ状態を管理し、
    　前記キャッシュ状態管理機構が前記キャッシュ状態の遷移を検出すると、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域と前記第２仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域に同一データを保持する重複領域があれば、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のいずれか一方の前記重複領域を解放する、
    計算機システム。
  2. 　前記計算機システムは、前記第１仮想計算機がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、前記第２仮想計算機が、前記第１仮想計算機からのＩＯ要求に基づくＩＯ要求を対象のデバイスに発行するＩＯ発行用の仮想計算機であり、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機の発行するＩＯ要求を前記第２仮想計算機に通知し、前記第２仮想計算機からのＩＯ要求を前記対象のデバイスに通知する構成であり、
    　前記仮想化機構は、前記重複領域があれば、前記第１仮想計算機の前記重複領域を解放し、前記第２仮想計算機の前記重複領域を前記第１仮想計算機のキャッシュにも割り当てる、
    請求項１に記載の計算機システム。
  3. 　前記仮想化機構は、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のキャッシュ状態が共にクリーンであるとき、または、前記第１仮想計算機のキャッシュ状態がクリーンかつ前記第２仮想計算機のキャッシュ状態がダーティであるとき、前記仮想化機構は前記重複領域があると判定する、請求項２に記載の計算機システム。
  4. 　前記キャッシュ状態管理機構は、前記第１仮想計算機または前記第２仮想計算機において、データを読み出すリード、データを書き込むライト、キャッシュのデータをバックエンド側の装置に通知するデステージ、キャッシュを開放するフリーのいずれかが発生すると、前記キャッシュ状態の遷移を検出する、請求項１に記載の計算機システム。
  5. 　前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のキャッシュ状態が共にクリーンであるとき、または、前記第１仮想計算機のキャッシュ状態がクリーンかつ前記第２仮想計算機のキャッシュ状態がダーティであるとき、重複状態とし、
    　前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のキャッシュ状態がそれ以外の状態であるとき、非重複状態とし、
    　前記仮想化機構は、
    　前記キャッシュ状態管理機構が前記キャッシュ状態の遷移を検出すると、
    　非重複状態から重複状態に遷移したのであれば、前記第１仮想計算機の前記重複領域を解放し、前記第２仮想計算機の前記重複領域を前記第１仮想計算機のキャッシュにも割り当て、
    　重複状態から非重複状態に遷移したのであれば、前記第２仮想計算機の前記重複領域を割り当てていた前記第１仮想計算機のキャッシュに他の領域を割り当てる、
    請求項１に記載の計算機システム。
  6. 　前記キャッシュ状態管理機構は、前記第１仮想計算機のキャッシュ状態の情報をキャッシュ状態テーブルに保持し、
    　前記第１仮想計算機のオペレーションシステムが起動すると、前記仮想化機構は、前記キャッシュ状態テーブルに保持されている情報に基づき、前記第１仮想計算機のキャッシュを復元する、
    請求項１に記載の計算機システム。
  7. 　前記第１仮想計算機がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、前記第２仮想計算機が、前記第１仮想計算機からのＩＯ要求に基づくＩＯ要求を対象のデバイスに発行するＩＯ発行用の仮想計算機であり、
    　前記第２仮想計算機のメモリ割り当てを管理する機構が他の機構から独立して構成されている、
    請求項１に記載の計算機システム。
  8. 　メモリを含む物理リソースと、前記物理リソースを割り当てた仮想計算機を提供する仮想化機構と、前記仮想計算機のキャッシュ状態を管理するキャッシュ状態管理機構と、を有する計算機システムにおいて、前記仮想計算機のキャッシュへのメモリ割当を管理するためのメモリ割当管理方法であって、
    　前記仮想化機構が、第１仮想計算機と第２仮想計算機を提供し、
    　前記キャッシュ状態管理機構が、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のそれぞれのキャッシュ状態を管理し、
    　前記キャッシュ状態管理機構が前記キャッシュ状態の遷移を検出すると、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域と前記第２仮想計算機のキャッシュに割り当てられたメモリ領域に同一データを保持する重複領域があれば、前記第１仮想計算機と前記第２仮想計算機のいずれか一方の前記重複領域を解放する、
    メモリ割当管理方法。
  9. 　前記計算機システムは、前記第１仮想計算機がアプリケーション実行用の仮想計算機であり、前記第２仮想計算機が、前記第１仮想計算機からのＩＯ要求に基づくＩＯ要求を対象のデバイスに発行するＩＯ発行用の仮想計算機であり、前記仮想化機構が、前記第１仮想計算機の発行するＩＯ要求を前記第２仮想計算機に通知し、前記第２仮想計算機からのＩＯ要求を前記対象のデバイスに通知する構成であり、
    　前記仮想化機構は、前記重複領域があれば、前記第１仮想計算機の前記重複領域を解放し、前記第２仮想計算機の前記重複領域を前記第１仮想計算機のキャッシュにも割り当てる、
    請求項８に記載のメモリ割当管理方法。
  10. 　前記キャッシュ状態管理機構は、前記第１仮想計算機のキャッシュ状態の情報をキャッシュ状態テーブルに保持し、
    　前記第１仮想計算機のオペレーションシステムが起動すると、前記仮想化機構は、前記キャッシュ状態テーブルに保持されている情報に基づき、前記第１仮想計算機のキャッシュを復元する、
    請求項８に記載のメモリ割当管理方法。
     
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