JPH01144152A - データ処理システムの制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は同じ仮想メモリのアドレシング空間を共用する
同じように相互接続された複数個のデータ処理ユニット
を含む仮想メモリ・データ処理システムにおいて、夫々
のデータ処理ユニットによって行われるディスクの人出
力のアクセスを減少するための方法に関する。

Ｂ、従来の技術 単一の独立型の中央処理ユニット（ｃｐｕ）を用いた複
数個の仮想メモリを有するデータ処理システムは従来か
ら知られている。通常、これらの仮想メモリのデータ処
理システムは、１バイトのデータを記憶し、かつ個々に
アドレスし得る多数の記憶位置を有する主メモリと、デ
ータをブロックで記憶し、ブロックでアドレスする複数
個の記憶位置を含むディスク・ファイルのような２次ス
トレージ装置とを使用している。従来のディスク・ファ
イル装置の説明を簡略にするために、ディスク・ファイ
ルの各ブロック・アドレスは、例えば２にバイト（実際
は２０４８バイト）のデータを記憶するものと便宜上仮
定する。仮想メモリは、しばしば単一レベル記憶装置と
呼ばれている概念を含んでいる。単一レベル記憶装置に
おいて、システムの最大アドレス範囲は通常、主メモリ
の実際の容量よりも遥かに大きい。主メモリはベージン
グ機構と、主メモリ中のアプリケーション・プログラム
（適用業務プログラム）によって必要とするデータを保
持するために共働する２次的な記憶装置とを使用するこ
とによって迩かに大きく見えるようにされている。

ベージング機構の機能は、アプリケージヨシ・プログラ
ムによってアドレスされたページが主メモリに存在しな
いときは常に、ディスク・ファイルから主メモリへ、デ
ータのページを転送することにある。これは「ページ不
在Ｊ　（ｐａｇｅ　ｆａｕｌｔ　）と呼ばれている。デ
ィスク・ファイルから主メモリへデータのページを転送
することは「ページ不在」処理と呼ばれている。

ディスクのアクセス時間は、例えば数ミリ秒を必要とす
る程、その処理速度が相対的に遅く、これに反して、主
メモリのアクセス時間は、例えば１マイクロ秒以下のよ
うに処理速度が相対的に早いので、仮想メモリ・データ
処理システムの性能は、ディスクのアクセス回数に直接
的に関係する。

従って、従来の仮想メモリ・システムは、ディスクのア
クセスの回数を減少させ、そして仮想メモリ中で行なわ
れる「ヒツト」（当り）の百分率を増加させる技術を使
用している。アプリケーション・プログラムがデータを
アドレスした時に、アプリケーション・プログラムによ
ってアドレスされたデータが主メモリ中に存在している
ならば、仮想メモリのアドレス中にヒツトが生じる。仮
想メモリ・システムのヒツトの比率ｒはアドレスした仮
想メモリのヒツトの回数を、ヒツトの回数りにミス（空
振り）の回数ｍを加えた数で割ったものである。これを
数式で表わせば、 ｒ＝ｈ／（ｈ十ｍ） である。

また、データの処理能力を増加させるために、複数個の
プロセッサを使用した多重プロセッサ・システム構成も
公知である。多重プロセッサ・システム構成は、論理的
コミニュケーション・チャンネルを共用する複数の処理
ユニットとして捉えることが出来る。論理的コミニュケ
ーション・チャンネルは、複数の処理ユニットの間で共
用されるメモリであって、１つの処理ユニットから他の
処理ユニットへのメツセージを記憶するためのメモリで
あると考えることが出来る。更に、論理的コミニュケー
ション・チャンネルは１方の処理ユニットから他・方の
処理ユニットへメツセージを転送する際に、メツセージ
を通過させるコミニュケーション・ネットワークの形式
を取ることが出来る。

強結合（ｔｉｇｈｔｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　）多重プロ
セッサ・システム構成と称されている従来の多重プロセ
ッサ・システム構成において、構成内のすべての処理ユ
ニットによってアクセスすることが出来るある容量のメ
モリを共用し、そして、各処理ユニットは、その処理ユ
ニットだけしかアクセスすることができず、他の処理ユ
ニットによってはアクセスすることのできない、ある容
量の専用メモリを持っているような多重プロセッサ・シ
ステム構成がある。

強結合多重プロセッサ構成に配列された計算システムは
、共用メモリによる迅速なコミニュケーションの利点を
持っており、また、ディスク・キャッシュとしての共用
メモリをも利用することになる。ページ不在は、強結合
多重プロセッサ構成中の１つの処理ユニットによって実
行されるアプリケーション・プログラムが、主メモリに
存在しないデータのページをアドレスした時に生じる。

ページ不在処理の間において、この多重プロセッサ構成
に接続されている２次ストレージ装置は、共用メモリ中
にデータのページを読込むように命令される。データの
ページが共用メモリに読込まれると、そのデータはこの
多重プロセッサ構成中の任意の処理ユニットによってア
ドレスすることが出来る。

多重プロセッサ構成中の複数の処理ユニットが共通の問
題を処理している場合、「参照の局所性」（１ｏｃａｌ
ｉｔｙ　ｏｆ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　）を経験するよう
な方法で、それらの処理ユニットがデータをアクセスす
るのが普通である。そのデータのページを保持する共用
メモリ中のページ・フレームが、他のデータのページを
保持するよう、多重プロセッサ構成によって再使用され
る前に、この多重プロセッサ構成中の１つの処理ユニッ
トで実行するアプリケーション・プログラムによって仮
想メモリにアクセスすることから生じたページ不在を満
足するために、２次ストレージから検索されて、共用メ
モリに置かれた（読みこまれた）データのページが、こ
の構成中の他の処理ユニットで実行する他のアプリケー
ション・プログラムによってもアクセスされるであろう
可能性がゼロではない時に、「参照の局所性」が使われ
る。多重プロセッサ構成中の他の処理ユニットで実行す
るアプリケーション・プログラムによるアクセスが生じ
た場合に、多重プロセッサ構成は、共用メモリに既に存
在するデータのページによって、ページ不在を解決する
ことによりディスクのアクセスを行わせずに済ますこと
が出来る。

然しながら、共用メモリをディスク・キャッシュとして
用いた時、処理ユニットが、共用メモリをアクセスする
際に、多重プロセッサ構成中の処理ユニットの間でのア
クセスの競合が、共用メモリによって与えられる利益を
越える程、大きくなった時、強結合多重プロセッサの構
成の実際上の限界がある１例えば、その構成中の他方の
処理ユニットが、データのページの内容の検索を行って
いるときに、１方の処理ユニットがデータの同じページ
の内容の変更を行おうとしている場合がある。このよう
な場合に対処するために通常、２つの処理ユニットはデ
ータについて調和を持つように、他方の処理ユニットの
立場で処理ユニットのうちの１つを監視するためのある
種の手段が設けられている。強結合多重プロセッサ構成
において、複数の処理ユニットに関するデータについて
調和を持たせるために、幾つかの従来技術がある。これ
らの方法は、その構成中の他の処理ユニットが共用メモ
リへのアクセスを完了するまで、その構成中の一方の処
理ユニットは空転させることを含んでいる。空転してい
る処理ユニットを更に空転させることは出来ないから、
システム全体として考えたとき、共用メモリへのアクセ
スの競合が、多重プロセッサ構成の処理能力を減少する
結果を生じることは避けることが出来ない。これらの理
由によって、単一の強結合多重プロセッサの構成中の処
理ユニットの数は６台を越えることは殆どない。

緊密結合（ｃｌｏｓｅｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　）多重プ
ロセッサ。

システム構成と称される従来の多重プロセッサ・システ
ム他の構成において、複数個の処理ユニットが、コミニ
ュケーション・ネットワークを介して接続され、そして
各処理ユニットはそれ自身のメモリに直接にアクセスす
ることが出来るが、他のすべての処理ユニットはそのメ
モリにはアクセスすることが出来ないように構成されて
いる。緊密結合多重プロセッサ・システム構成中の処理
ユニットは、コミニュケーション・ネットワークを介し
て、その構成内の他の処理ユニットヘメツセージを転送
することによって、データを共用することが出来る。緊
密結合多重プロセッサ・システム構成の変形例において
、その多重プロセッサ構成中の処理ユニットの内の１つ
の処理ユニットを共用メモリの処理ユニットとして区別
している。共用メモリ処理ユニットに接続された主メモ
リは、共用メモリ処理ユニットによって管理されるディ
スク型のキャッシュ・メモリとして使用される。

何時、そしてどんな構成の下で、共用メモリのどの領域
に対して、複数の処理ユニットのうちのどの処理ユニッ
トがアクセスすべきかを制御するための機能が、共用メ
モリ処理ユニットに割当てられている。共用メモリが高
速度の主メモリと相対的に低速度の２次ストレージ装置
を含む仮想メモリである場合、所定のヒツト率を得るた
めに必要な主メモリの大きさは多重プロセッサ構成によ
って実行される毎秒当りのインストラクションの数に直
接関係する。成る場合に、独立したプロセッサ・ユニッ
トは毎秒当り百方個単位の命令を実行出来るかの目安の
ミツブス（Ｍｉｌｌｉｏｎｓ　ｏｆＩｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎｓ　ｐｅｒ　ｓｅｃｏｎｄｓ−Ｍ　Ｉ　Ｐ　Ｓ　）
によって性能が決められる。若し、２個の４ＭＩ　ＰＳ
の処理能力を持つ処理ユニットと、第３の共用メモリ処
理ユニットとが緊密結合多重プロセッサ構成で使用され
たとすれば、この構成に関連した主メモリは、所定のヒ
ツト率を得るために、バイト単位で約８０メガバイトの
アドレスをすることの出来るメモリを持たなければなら
ない。共用メモリ中で８５％のヒツト率を得るために、
大ざっばに言って、ＩＭＩＰＳ当り／Ｏメプパイトのア
ドレス可能な主メモリが必要である。従って、若しこの
緊密結合多重プロセッサ構成に対して更に４ＭＩＰＳの
処理ユニットを付加しようとすれば、８５％のヒツト率
を維持するために、更に、４０メガバイトのアドレス可
能な主メモリを共用メモリに付加しなければならない。

然しながら、緊密結合多重プロセッサ構成を実際に設計
するに際して、コストと性能のパラメータに関しての損
益分岐点を越えない範囲の結合としなければならないの
で、処理ユニットを緊密結合多重プロセッサ構成に付加
することは、この点から自ら限界がある。

局所領域（１ｏｃａｌ　ａｒｅａ　）ネットワーク内で
、複数個の独立型パーソナル・コンピュータ、または独
立型のエンジニャリング・ワークステーションを構成す
る技術が最近になって使われるようになった。このよう
な構成は、弱結合（１ｏｏｓｅｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　
）多重プロセッサ構成とか、分散システム（ｄｉｓｔｒ
ｉｂｕｔｅｄ　ｓｙｓｔｅｍ　）構成とか、またはクラ
スタ構成と呼ばれているが、このような構成における任
意のワークステーションは、標準的な通信プロトコルを
使用した他のワークステーションと通信することが出来
る。クラスタ構成を設立するための動機づけは、データ
処理能力をより大きくするためではなく、情報を非電子
的に交換することの代りに電子的に交換するという単純
な利益を得るためであった。然しながら、成る場合には
、個々のワークステーションが、同一のオペレーテング
・システムを走らせ、時には同一のアプリケーション・
プログラムを走らせることもあることが見出された。計
算機協会（Ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎ　ｆｏｒ　Ｃｏｍｐ
ｕｔｉｎｇＭａｃｈｉｎｅｒｙ　）の「配分された計算
の原理に関する１９８６年の第５回年次シンポジューム
Ｊ（５ｔｈＡｎｎｕａ、ｌ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　ｏｎ
　Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅ　ｏｆ　ＤｉｓｔｒｂｕｔｅｄＣ
ｏｍｐｕｔｉｎｇ　）で報告されたり−（Ｋａｉ　Ｌｉ
　）及びフダク（Ｐａｕｌ　）Ｉｕｄａｋ　）による共
用仮想ストレージ・システムにおけるメモリの均一性（
ＭｅｍｏｒｙＣｏｈｅｒｅｎｃｅ　ｉｎ　５ｈａｒｅｄ
　Ｖｅｒｔｕａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　
）と題する文献は、クラスタ構成で接続された複数個の
仮想メモリのデータ処理ユニットを開示している。この
装置において、すべての処理ユニットは同じオペレーテ
ング・システムを持ち、そして同じ仮想アドレス空間（
５ｐａｃｅ　）をアドレスする。

各処理ユニットは異なったファイルを所有するファイル
の所有装置であり、それらのファイルは、各処理ユニッ
ト自身ののメモリ・システムに記憶されている。アプリ
ケーション・プログラムを実行しているファイルの非所
有装置は、適当な通信リンクを介して他の処理ユニット
のメモリ・システムへのアクセスを獲得し、これは、デ
ータの仮想ページのファイルの所有装置に対して、要求
装置へ仮想ページを送る要求を発生する。

従って、クラスタ構成中の各処理ユニットは、その構成
中の他の処理ユニットと共に、仮想メモリ・システム内
のファイルの組を共用する。要求により生じたページ不
在はファイルの所有装置によって示される。若し、要求
が局部（１ｏｃａｌ　）であれば、即ち所有装置からの
要求であれば、要求されたページは所有装置の２次スト
レージ装置から直接に所有装置の主メモリに転送される
。若し、要求が他の処理ユニットからのものであれば、
ページは通信リンクを介して、所有装置の２次ストレー
ジ装置から要求装置の主メモリへ転送される。要求装置
がデータのページの処理を済ませた後に、データのペー
ジの処理を制御するために、システムのプロトコルが設
定される。このプロトコルは、例えば、所有装置にペー
ジを返還する時に、一方のユニットがそのページに書込
みを要求しているのに対して、他方のユニットはそのペ
ージから読取りを要求している場合のように、同じペー
ジに対する競合した要求をどのようにして両立させるか
を管理することとか、または、記憶データを共用するた
めの機能に共通する他の種々の状況を管理することを取
り扱う。

各処理ユニット自身の仮想メモリを、クラスタ中の他の
処理ユニットと共に共用することは、クラスタに対して
利用可能なファイルの合計数が複数個の２次ストレージ
装置の中に分散されるから、２次ストレージ装置の寸法
や容量を減らすことが出来るという利益を生じる。これ
は、ストレージ装置に対するアクセス時間を短縮し、か
つ装置の価格の低減をもたらす、考え得る不利点として
は、データのページの所有装置に対して複数個の他のユ
ニットからの同時的な要求が複数個のディスク装置を順
番にアクセスしなければならないことがある。通常、要
求は重複した態様でサービスされるけれども、ディスク
のアクセスは、処理ユニットに対して比較的時間の浪費
となる動作であり、また、そのユニットに無関係のアプ
リケーション・プログラムを実行している所有ユニット
の性能に可成りの悪影響を与えることがあり、２次スト
レージ装置のサービスにも影響を与える。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点 本発明は、２次ストレージ装置に対してアクセスを要求
するページ不在の回数を極めて減少する、共用仮想メモ
リとクラスタ構成を持つデータ処理システムによって使
用される新規な方法に関する。

従って、本発明の目的は仮想メモリ型のデータ処理シス
テム中の２次メモリ装置に対するアクセス動作の回数を
減少させる方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、複数個の相互接続された仮想メモ
リ型の処理ユニットを有するデータ処理システムを用い
て、ページ不在に対する入出力アクセス動作を最少限の
回数に減少させる方法を提供することにある。

本発明他の目的は、多重プロセッサのクラスタ構成にお
いて、要求されたページが要求プロセッサ・ユニットに
存在しない時に生じるページ不在を解決する方法を提供
することにある。

Ｄ０問題点を解決するための手段 クラスタ構成に相互接続された複数個の仮想メモリ型デ
ータ処理ユニットを含む共同で使用する仮想メモリを有
するデータ処理システムにおいて、ディスクのＩ／Ｏ動
作を減少するための本発明は、以下に述べる着想に基づ
いてなされたものである。

即ち、その着想とは、アクセス・コーデイネータ（アク
セス調整要素）に対してなされたデータのページの要求
、またはそのデータのページを所有しているデータ処理
ユニットに対してなされたデータのページの読取り、ま
たは書込みの要求が、ページ不在（ｐａｇｅ　ｆａｕｌ
ｔ　）を発生した時、若し、そのページのコピーがクラ
スタ中の他の１つのデータ処理ユニットの主メモリ中に
あれば、そのページ不在をサービスすることについて、
可成りの時間を節約することが出来るという考えである
。この着想を具体的に説明するために、例えば、ページ
番号Ｐは処理ユニットＡによって所有されているファイ
ルのページであり、そして、そのページを所有していな
い例えば処理ユニットＢのような他の非所有処理ユニッ
トによるページの要求が、そのページを含むセグメント
のためのシステムのアクセス・コーデイネータである処
理ユニットＡのページＰに対してなされたものと仮定す
る。また、処理ユニットＡに対するそのページ要求は、
ページ不在を処理するための手段を介して、処理ユニッ
トＡの２次ストレージ装置からページＰを得ることが必
要であると仮定する。また、ページＰのコピーは、処理
ユニットＡから処理ユニットＢに送られてしまっており
、そして、他のページの要求が処理ユニットＣから処理
ユニットＡになされた時に、ページＰのコピーは、処理
ユニットＢの主メモリ中にはあるが、処理ユニットＡに
はないものと仮定する。このような状況のとき、処理ユ
ニットＡが、ページＰのコピーを処理ユニットＣへ送る
ことを、処理ユニットＢに依頼することが出来るならば
、処理ユニットＡが２次ストレージ装置に対してＩ／Ｏ
動作を行う一連の処理動作を含むページ不在処理動作は
行わなくてもよいことになる。

本発明に従って、多重プロセッサのクラスタ内の個々の
プロセッサは共通の仮想メモリの複数のセグメントのア
クセスを個々に調整する。仮想メモリの各セグメントは
、論理的に、１２８０００ページ（１３／Ｏ７２ページ
）を含んでおり、各ページは２０００バイト（２０４８
バイト）を含んでいる。クラスタ中のプロセッサ・ユニ
ットは、クラスタ中の他のプロセッサ・ユニットの間で
これらの仮想メモリを共用している。１つのプロセッサ
・ユニットは、特定された仮想メモリのセグメントに割
当てられたデータの所定のファイルのアクセス・コーデ
イネータとして使用される。仮想メモリを使用する他の
複数のプロセッサ・ユニットは、夫々、「使用側処理ユ
ニットＪ　（ｕｓｉｎｇｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　ｕｎｆｔ
　）と呼ばれる。本発明に従って、仮想メモリのキャッ
シュ（ｃａｃｈｅｄ　）されたページを調和させてアク
セスする方法は、次のような４つの重要な側面を持って
いる。

（１）ページを所有する権利、即ちページの所有権は、
その使用と共に自動的に変わる。従って、ページを変更
する権利は、ページを含むセグメントのためのアクセス
・コーデイネータによって、所定の使用側処理ユニット
に割当てられ、そして、ページの競合が、そのページを
含むセグメントのためのアクセス・コーデイネータによ
って取り消されるか、または他のプロセッサ・ユニット
に割当てられるまで、そのプロセッサ・ユニットにその
まま留まっている。

（２）ページの一部の所有権は、ページ全体の所有権で
あることを示唆している０例えば、若し、１つのプロセ
ッサ・ユニットがそのページの最初のバイトをアクセス
し、そして、その処理ユニットがその最初のバイトをア
クセスする能力を与えられたとすれば、そのプロセッサ
・ユニットは、ページ全体をアクセスする能力を与えら
れる。

（３）ページのアクセスｔ−調整すること、即ちアクセ
ス・コーデイネータの機能は、統計的に割当てられ、そ
のページを含むセグメントを調整するプロセッサ・ユニ
ットにより行われる。

（４）与えられたページに対するアクセス・コーデイネ
ータは、プロセッサ・ユニットが持っている仮想共用メ
モリ・テーブル（Ｖｉｒｔｕａｌ　ＳｈａｒｅｄＭｅｍ
ｏｒｙ　Ｔａｂｌｅ−Ｖ　Ｓ　Ｍ　Ｔ　）中に、ページ
のコピーと、個々のプロセッサ・ユニットが保持してい
るアクセスする権利（例えば読取のみに対する読取り／
書込み）と、ページのアクセスを要求した他のプロセッ
サ・ユニットのリストとを記録する。

本発明の方法は、セグメントのどのページが、どの使用
側処理ユニットのメモリにストアされているかについて
の記録を、セグメントのアクセス・コーデイネータに記
録することを含んでいる。ページのアクセスを要求した
使用側処理ユニットは、ディスク・ストレージからその
ページを読取るのではなく、それ自身のメモリ・システ
ムにそのページを持っているプロセッサ・ユニットから
そのページを読取ることによって、ディスク・ストレー
ジのＩ／Ｏ動作を回避する。このようにして、クラスタ
内の個々のプロセッサ・ユニットに接続されたそれら自
身のメモリが、それらのプロセッサ・ユニットの闇で、
仮想メモリ的に相互に共用することが出来る。

ＶＳＭＴテーブル中の多数のエントリは、動作した結果
の性能測定と、なされた要求とに従って、クラスタのＩ
ＰＬ時間、または゛実行に要する時間によって決定され
る。ＶＳＭＴエントリの数は常に、クラスタ内の実アド
レスのページ・フレームの数によって制限される。例え
ば、若し成るクラスタが１６台のプロセッサ・ユニット
で構成され、夫々のプロセッサ・ユニットは直接接続さ
れた１６メガバイトのメモリを持っているとすれば、そ
のクラスタは合計２１７個のページ・フレームを持つこ
とになる。若し各ページ・フレームのためのエントリが
各プロセッサ・ユニットのＶＳＭＴに割当てられたとす
れば、ＶＳＭＴテーブルのために、１１メガ・バイトの
ストレージが、各プロセッサ・ユニットに割当てられな
ければならないことになる。実際問題として、ＶＳＭＴ
テーブルの大きさは、そのように大きな容量を、決して
必要としない。ページは助にページ・テーブルにあるか
ら、ＶＳＭＴテーブルはアクセス・コーデネータの実メ
モリ中のページを表わすために必要がない。クラスタを
介して、所定の時間に実メモリにあるセグメントのペー
ジと、実際に共用されているコード及びデータの両方の
みが、ＶＳＭＴテーブルに表示する必要があるだけであ
る。従って、物理的なメモリ・フレームの一部が、所定
の時間に共用されたセグメントのページを含むだけで、
共用されないページを含む他のページ・フレームは、Ｖ
ＳＭＴテーブルに表示される必要はない。

ＶＳＭＴテーブル中のエントリの数を決定するための好
ましい方法は、最初に、少数のエントリを作成し、使用
するにつれて次第に大きくするようにさせることである
。

更に、本発明の方法は、２台以上のプロセッサ・ユニッ
トの間で入出力を遂行するための方法である「三角型Ｉ
／Ｏ動作」を使用している。プロセッサ単位の観点から
は、入出力は、プロセッサである「マスク・ユニット」
と、「スレーブ・ユニット」（制御ユニット）との間で
遂行される。マスク・ユニットはスレーブ・ユニットに
要求を送リ、スレーブ・ユニットはその要求を処理し、
その要求に応答する。例えば、プロセッサ・ユニットは
ディスクをセットするために、成る制御ユニットに仮想
ページの要求を送るとする。その制御ユニットは、その
ディスク・ストレージの適当なブロックを指定すること
によって処理し、そして、要求したプロセッサ・ユニッ
トにそれらのページを転送する。クラスタ構成において
、マスク・ユニット及びスレーブ・ユニットという概念
は明確ではない０１例えば、プロセッサ・ユニットＲは
、プロセッサ・ユニットＱに直接に接続されたディスク
装置に記録されたページＰのための他のプロセッサ・ユ
ニットＱに要求を送ったとする。プロセッサ・ユニット
Ｑは、プロセッサ・ユニットＴに接続されている物理的
なメモリ中の要求されたページのコピーを持っている他
のプロセッサ・ユニットＴへの要求を差し向けることに
よって、ディスクのＩｌｏを回避するように試みる制御
ユニットと同じ方法でその要求を処理するかも知れない
、プロセッサ・ユニットＴは、要求されたページをプロ
セッサ・ユニットＱｔ！：介して送らせないで、要求さ
れたページをプロセッサ・ユニットＲに送る。このよう
な考えで、プロセッサ・ユニットＲ，Ｑ及びＴが、ペー
ジＰによって「三角型Ｉ／Ｏ動作」に含まれる０本発明
によって、相互の通信処理は減少され、そしてディスク
装置に対する２次的なＩ／Ｏ動作が回避される。

Ｅ、実施例 第１図は本発明の方法を適用することが出来る多重プロ
セッサ式クラスタ構成のデータ処理システムのブロック
図である。第１図に示したように、このデータ処理シス
テムは、複数個のプロセッサ・ユニット／Ｏと、スイッ
チ１１と、複数個の通信リンク１２とで構成されており
、各通信リンクは１つのプロセッサ／Ｏをスイッチ１１
に接続している。スイッチ１１は、任意のプロセッサ／
Ｏが他の任意のプロセッサ・ユニットと通信するのを制
御する機能を持っている。スイッチ機能及び通信リンク
の細部は本発明を理解するために間係がないから、これ
らの細部についてはこれ以上の説明はしない０本発明に
使用することの出来るスイッチ機能の例は、米国特許第
４６３５２５０号、同第４８３３３９４号、同第４８３
００１５号及び同第４６０５９２８号に開示されている
。

第２図は第１図に示された１つのプロセッサ・ユニット
／Ｏの細部を示す図である。プロセッサ・ユニット／Ｏ
は、例えばＩＢＭ（Ｆ）ＡＩＸ（ＩＢＭの商標）オペレ
ーティング・システムのようなＵｎｉｘ（ＡＴＴの商標
）オペレーティング・システムで動作する例えば１８Ｍ
パーソナル・コンピュータＲＴのような高性能のパーソ
ナル・コンピュータ、またはエンジニャリング・ワーク
ステーションである。第２図に示したように、プロセッ
サ・ユニット／Ｏはマイクロ・プロセッサ１６と、主メ
モリ１７と、プロセッサ１６及びメモリ１７と複数個の
Ｉ／Ｏアダプタ、即ち、ボー）２ＯＡ乃至２０Ｅとの間
でデータ転送を制御するメモリ管理装置１８とで構成さ
れている。ボート２０Ａ及び２０Ｂは、デイスプレー型
の端末装置２１及び２２をシステムに接続するための機
能を持っている。ボート２０Ｃはシステムにプリンタ２
３を接続し、そしてボート２０Ｄはシステムにディスク
駆動装置を接続する０通信ボート２０Ｅはプロセッサ・
ユニット／Ｏを通信リンク１２に接続する。

本発明を説明する便宜上、プロセッサ／Ｏは全体として
、米国特許第４７４２４４７号に開示された仮想メモリ
型のデータ処理システムに対応しているものと仮定する
。上述の米国特許に記載されているように、プロセッサ
は、１６セグメントのレジスタの１つを選択するために
、４個の高位ビット３１乃至２８を用いることによって
４０ビツト仮想アドレスに変換された３２ビツトの有効
アドレスを持っている。この３２ビツトの有効アドレス
の各々は、４０９６個のセグメントの１つを画定する１
２ビツトのセグメント・アドレスを記憶している。各セ
グメントは２５６メガバイト（２２８個）のストレージ
を含んでいる。若し、ページｆ２にバイトのデータを含
んでいるものとすれば、セグメントは１２８ページを含
むことになる。

他方、若し、ページが４にバイトのデータを含んでいる
とすれば、セグメントは６４にページを含み、これを、
より正確に言えば、そのセグメントに現在割当てられた
データのページを識別するために６４に個の仮想アドレ
スを用いることが出来るということを意味する。

上述の米国特許第４７４２４４７号に記載されているよ
うに、Ｕｎｌｘ型のオベレーテインク・システムがこの
プロセッサ・ユニットに用いられているので、アプリケ
ーション・プログラム及びこれらのプログラムによって
用いられるデータは、Ｕｎｉｘファイル型の構成に従っ
て構成されている。使用されるファイルは、プロセッサ
・ユニットの２次ストレージ装置中に記憶されており、
この２次ストレージ装置はディスク・ファイル装置であ
ってよい。記憶単位、即ちディスク・ファイルのアドレ
ス可能単位は、ディスクのブロックであり、説明の便宜
上、この記憶単位はデータの１ページを記憶するものと
仮定する。Ｕｎｉｘ読取り及び書込みシステムは、主メ
モリとディスク・ストレージ装置との闇のデータ転送を
制御する機能を持っている。

また、仮想メモリ構造において、メモリ管理装置及びペ
ージ不在処理機構は、アプリケーション・プログラムに
よって実行されロードに関するインストラクション及び
ストアに関するインストラクションのタイプに応じて、
ディスク・ファイルと主メモリの間のページの転送を制
御する機能を有している。上述の米国特許第４７４２４
４７号に開示されたシステムにおいて、仮想アドレス空
間のセグメントにファイルを割当てるためのマツプの機
能を果たすマツプ・ページ範囲サービス（ＭａｐＰａｇ
ｅ　Ｒａｎｇｅ　Ｓｅｒｖｉｃｅ−Ｍ　Ｐ　ＲＳ　）を
持つオベレーテインク・システムが与えられている。Ｍ
ＰＲ５は外部ページ・テーブル（Ｅｘｔｅｒｎａｌ　Ｐ
ａｇｅ　Ｔａｂｌｅ−ＸＰＴ）データ構造を用いており
、その構造において、ファイルのページを含むディスク
・ブロック・アドレスは、割当てられたセグメントの仮
想アドレスに割当てられる。

また、メモリ管理要素は、データのページがストアされ
ている主メモリの実アドレスを、そのページに割当てら
れた仮想アドレスに相関させるための反転ページ・テー
ブル（Ｉｎｖｅｒｔｅｄ　Ｐａｇｅ　Ｔａｂｌｅ−Ｉ　
ＰＴ　）データ構造を用いる。また、上述の米国特許第
４７４２４４７号に開示されたシステムは、オベレーテ
インク・システムにおける読出し及び書込みのシステム
・コール（ｓｙｓｔｅｍ　ｃａｌｌ　）を、仮想アドレ
スを有するロード・インストラクション及びストア・イ
ンストラクションに変換する方法を使用しており、この
方法は、ファイル中のパラメータ及びＵｎｉｘオフセッ
ト・ポインタに影響する。従って、すべてのディスクＩ
／Ｏ動作は、上述の米国特許第４７４２４４７号のシス
テムのメモリ管理及びページ不在処理機構の制御の下に
ある。

アプリケーション・プログラムのインストラクションを
実行する際のプロセッサ・ユニット／Ｏの動作を簡単に
述べると以下の通りとなる。インストラクションの仮想
アドレスは、ハツシュ・アンカー・テーブル（Ｒａ５ｈ
　Ａｎｃｈｏｒ　Ｔａｂｌｅ−ＨＡＴ　）のインデック
スを与えるために、適当なハツシュ（ｈａｓｈ　）アル
プリズムによってハツシュされる。

ＨＡＴにおいてインデックスされたエントリ（ｃｎｔｒ
ｙ−記入項目）は、同じ値にハツシュされた仮想アドレ
スの表中の第１エントリを指示するポインタを含んでい
る。若し、その表中のポインタを与える値にハツシュす
るであろう仮想アドレスを持つページが、実メモリにあ
れば、仮想アドレスはその表中にある。データのページ
が記憶されている実メモリのページ・フレームは、仮想
アドレスを含む表中のエントリから得られる。若し、仮
想アドレスが上記の表になければ、対応するページは実
メモリにはなく、ページ不在が発生する。

この場合、ページ不在処理機構が動作される。

ページ不在処理機構は、ファイルがマツプされたときに
発生するＸＰＴエントリを参照することによって、要求
された仮想アドレスを持つページがストアされているデ
ィスク・ブロック・アドレスを指定する。ＸＰＴはメモ
リ中にビン（ｐｉｎｎｅｄ　）されていないから、ペー
ジ不在処理機構は、ページ不在処理機構が最初にＸＰＴ
を参照したときに、ベージ不在に遭遇する。然しながら
、ＸＰＴのエントリのうちの該当するページがメモリに
ストアされているならば、元のページ不在をサービス（
処置）することが出来る。ページは利用可能にされたメ
モリ中のページ・フレームに転送され、そして業務の処
理動作が再開される。

上述した仮想メモリ管理動作は、本発明の方法を適用す
ることの出来る第１図に示したプロセッサ・ユニットに
用いることが出来る仮想メモリ管理機能の単なる一例を
説明しただけであることは注意を向ける必要がある。第
１図に示されたように、夫々のプロセッサ・ユニットは
、相互のプロセッサ・ユニット間でデータを転送する関
係で選択的に接続されるようにスイッチ／Ｏと通信リン
ク１２とによって、他のプロセッサ・ユニットと相互接
続される。既に述べた通り、通信ボート２０Ｅは通常、
スイッチ１１に接続される通信リンク１２にインターフ
ェースされている。離隔メモリ管理機能は各プロセッサ
・ユニット／Ｏに付加されており、かつボート２０Ｅと
本来のメモリ管理機能装置１８との間のインターフェー
スを与える。例えば、プロセッサ・ユニット／ＯＡの離
隔メモリ管理装置の機能は、プロセッサ・ユニット／Ｏ
Ｂの離隔メモリ管理機能からのデータの仮想ページＰの
要求を処理することにある。プロセッサ／ＯＡがそのペ
ージ及びファイルのためのアクセス調整ユニットとして
任命されたので、要求はプロセッサＩＯＡに送られる。

ページＰの要求を処理するために、離隔メモリ管理機能
は先ず、要求されたページがユニットＩＯＡの主メモリ
にあるか否かを決定する。若しページＰが主メモリにあ
れば、コピーｐｂがユニットＩＯＢに返還され、そして
、ユニットＩＯＢの主メモリに要求ベージのコピーがあ
るという事実を、第７図に示されたような仮想共用メモ
リ・テーブル（ＶｉｒｔｕａｌＳｈａｒｅｄ　Ｍｅｍｏ
ｒｙ　Ｔａｂｌｅ−Ｖ　Ｓ　Ｍ　Ｔ　）と称されるデー
タ構造を記録する。仮想アドレスを含むインストラクシ
ョンがユニットＩＯＢによって実行され、ユニットＩＯ
Ａに記憶されているファイルを含んでいることが認識さ
れたとき、離隔処理要求がユニットＩＯＢによって開始
される。ファイル、または仮想ベージのアクセス・コー
デイネータが認識される態様については後述する。

上述の動作は、２つのプロセッサ・ユニットを含む直接
要求及び直接転送の最も簡単な場合の動作である。要求
されたページＰａがユニット／ＯＡの主メモリのページ
にはなく、ユニットＩＯＨに前に送られたコピーｐｂが
、ＩＯＡ以外の他のユニットの主メモリのコピーである
場合を仮定すると、含まれる動作はやや多くなる。上述
の場合において、ユニット／ＯＣがユニットＩＯＡから
同じページのコピーを要求しているものと仮定する。ユ
ニットＩＯＡはディスクに要求ページＰのコピーを有し
ているけれども、然し、これはページＰを検索してそれ
をユニットＩＯＣに転送するために、相対的に長時間を
要するディスクＩ／Ｏ動作を必要とする。ユニット／Ｏ
Ｃからの要求をサービスする際のユニットＩＯＡの離隔
メモリ管理装置は、先ず、ユニットＩＯＡの変換ベージ
・テーブルをチエツクし、そしてそれがユニット／ＯＡ
の主メモリ中にはないことを決定する。この時点で、従
来のシステムは、ページ不在の処理を行い、ディスクか
らページを検索し、それを取り出す。然しながら、本発
明の方法は、要求ページｐｂの仮想アドレスのためのＳ
ＶＭＴ構造を単にチエツクするだけであり、そして、コ
ピーｐｂがユニットＩＯＢの主メモリ中にあることを助
言される。従って、ユニットＩＯＡの離隔メモリ管理装
置は、ユニットＩＯＨの離隔メモリ管理装置にメツセー
ジを送り、このメツセージによって、ユニットＩＯＣの
離隔メモリ管理装置にページｐｂのコピーを送るよう、
ユニットＩＯＨに対して要求する。このような処理にお
いて、ユニット／ＯＣによる最初の要求は「三角型Ｉ／
Ｏ動作」（ｔｒｉａｎｇｕｌａｒ　Ｉｌｏ　ｏｐｅｒａ
ｔｉｏｎ　）によってサービスされたと言われる。三角
型Ｉ／Ｏ動作は、データのページの転送を含む幾つかの
メツセージを含むけれども、この動作に費やされる時間
は、現在のストレージ及び通信技術が必要とする時間、
即ち、要求されたページをユニットＩＯＢのディスク・
ファイルから検索し取り出すのに含まれる時間よりも少
なくとも２桁以上短縮される。

第１図に示したクラスタ構成において、各ユニットは同
じオベレーテインク・システムで動作していることと、
クラスタ内では、各ファイルに対するコピーはただ１つ
だけしか存在しないことが好ましいこととは注意を払う
必要がある。各ファイルは、そのファイルのアクセス・
コーデイネータとして動作するプロセッサ・ユニットに
割当てられている。ファイルはプロセッサ・ユニットの
２次ストレージ装置に記憶される。ファイル／アクセス
・コーデイネータの割当ては、駆動パラメータ及び通路
パラメータにファイルの名前全体を使用するＰＣ−ＤＯ
Ｓオベレーテインク・システムに用いられている規則と
同じように、ファイルに与えた名前によって設定するこ
とが出来る。上記の代案として、現在のアクセス・コー
デイネータと共にクラスタ中の各ファイルを表にした簡
単なアクセス・コーデイネータ用テーブルを用いること
も出来る。

以下の説明の便宜上、２１７ページ即ち１２８にページ
（１３／Ｏ７２）を含むセグメントから成る２１１バイ
ト、即ち２にバイトを含むデータのページがあるものと
仮定する。クラスタにより用いられる仮想アドレス空間
は各プロセッサ・ユニットにより使用されるので、２つ
の新しいデータ構造と識別子が用いられる。第６図に示
したローカル・セグメント識別子（Ｌｏｃａｌ　Ｓｅｇ
ｍｅｎｔ　Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ−ＬＳＩＤ）は、アク
セス・コープイネ−多を持つセグメントを識別する。Ｌ
ＳＩＤは１２ビツトを含んでいる。

第６図に示されたグローバル・セグメント識別子（Ｇｌ
ｏｂａｌ　Ｓｅｇｍｅｎｔ　Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ−Ｇ
　Ｓ　Ｉ　Ｄ　）は、１９ビツトを含み、セグメント内
のプロセッサ・ユニットを識別する。Ｇ５ＩＤは１７ビ
ツトのプロセッサ識別（／Ｏ）部分と、１２ビツトのロ
ーカル・セグメント識別子ＬＳＩＤとを持っている。

ＶＳＭＴデータ構造は、第７図に示されており、各プロ
セッサ・ユニットによって使用される反転ページ・テー
ブルの機能と多くの点で同じである。

ＶＳＭＴの各エントリ（記入項目）は、以下に示すフィ
ールドを含んでいる。

状態標識（５ｔａｔｅ　Ｉｎｄｉｃａｔｏｒ　）　　　
　　４ビツトローカル・セグメント識別子（Ｌｏｃａｌ
Ｓｅｇｍｅｎｔ　ＩＤ　）　　　　　　　　　　　　２
４ビツトローカル・セグメント内の ページ数　　　　　　　　　　　　　１６ピツト最終エ
ントリ標識　　　　　　　　　　１ビツトプロセツサ識
別子　　　　　　　　　　８ビツトハツシユ・チェーン
の次のインデックス（Ｉｎｄｅｘ　ｏｆ　Ｎｅｘｔ　Ｅ
ｎｔｒｙ　ｏｎ　Ｒａ５ｈ　Ｃｈａｉｎ　）３１ビツト 既に述べたように、各プロセッサ・ユニット／Ｏで用い
られている反転ページ・テーブルＩＰＴは、ページ・フ
レーム内に記憶されているページの仮想アドレスを、主
メモリ中のページ・フレームに相関するために機能する
。第５図に示された反転ページ・テーブルは、その主メ
モリ中の各ページ・フレーム毎に１つのエントリを持っ
ている。

クラスタ中の各反転ページ・テーブルに含まれているデ
ータ自身は、そのプロセッサ・ユニットによって記憶さ
れているＶＳＭＴとは重複していない。プロセッサ・ユ
ニットのためのＶＳＭＴの機能はエントリをログ（経過
記録すること）することにあり、それらのエントリは、
そのプロセッサ・ユニットによって調整されている仮想
ページが、クラスタの他のユニットに送られたことを反
映している。換言すれば、プロセッサ・ユニットのＶＳ
ＭＴは、そのプロセッサ・ユニットが調整している仮想
ページが、クラスタの他のプロセッサ・ユニットに転送
されたときに更新される。

プロセッサ・ユニット／ＯのＶＳＭＴへのエントリの表
は、第７図に示した通りである。このテーブルのエント
リは、第８図に示したシステム・ハツシュ・アンカー・
テーブル（ｓｙｓｔｅｒｎ　ｈａｓｈａｎｃｈｏｒ　ｔ
ａｂｌｅ　）にストアされているインデックスによって
行われる。このインデックスは、そのテーブルの仮想ア
ドレスのセクションが同じ値にハツシュされるテーブル
のセクション中の第１のエントリに対するものである。

これらのセクションはハツシュ（ｈａｓｈ　）値セクシ
ョンと言われる。各ハツシュ値セクションのローカル・
セグメント識別子のエントリは、降順に並べられる。同
じローカル・セグメント識別子ＬＳＩＤのエントリは仮
想ページ・インデックスによって昇順に並べられる。

仮想アドレスのハツシュ値は、例えば、そのページを含
むセグメントのＬＳＩＤをページの「仮想ページ・イン
デックス」でハツシュすることによって得られる。この
ハツシュ値は、アンカー・テーブル内のインデックスで
あり、ＶＳＭＴのハツシュ・エントリのヘッドのポイン
タを与える。

共用されたマツプ・ファイル（５ｈａｒｅｄ　ｍａｐｐ
ｅｄｆｉｌｅ）は、少なくとも２つの仮想メモリ・セグ
メントで構成されている。少なくとも１つのアプリケー
ション・プログラムが、オープンしたファイルを持って
いる各使用側処理ユニット（ｕｓｉｎｇｐｒｏｃｅｓｓ
ｉｎｇ　ｕｎｉｔ　）において、アプリケーション・プ
ログラムによって発生されたオープン・システム・コー
ル毎に１つのセグメントがあり、そして所有側処理ユニ
ット（ｏｗｉｎｇ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｕｎｉｔ　
）　　においては、１つのセグメントがある。第９図は
共用されたマツプ・ファイルのモデルを示している。

使用側処理ユニット／Ｏａのセグメントは、離隔セグメ
ント結合サービス（Ｂｉｎｄ　Ｒｅｍｏｔｅ　Ｓｅｇｍ
ｅｎｔＳｅｒｖｉｃｅ−Ｂ　ＲＳ　Ｓ　）を用いて所有
側処理ユニット／Ｏｂのセグメントに結合される。所有
側処理ユニット／Ｏａのセグメントのすべてのページは
、マツプ離隔ページ範囲サービス（Ｍａｐ　Ｒｅｍｏｔ
ｅ　ＰａｇｅＲａｎｇｅ　Ｓｅｒｖｉｃｅ−Ｍ　ＲＰ　
ＲＳ　）を用いて、所有側処理ユニットのセグメントへ
の読取り／書込みを行うようマツプされる。

ファイルをマツプするために、アプリケーション・プロ
グラムは、最初に、ファイルをオープンする（開始する
）ためのオープン・システム・コール（ｏｐｅｎ　ｓｙ
ｓｔｅｍ　ｃａｌｌ　）を発生する０次に、アプリケー
ション・プログラムはアプリケーション・プログラムの
仮想アドレス空間にファイルをマツプするためのシマー
）　（ｓｈｍａｔ　）システム・コールを発生する。シ
マート・システム・コールはファイルを仮想メモリにロ
ードするためにマツプ・ページ範囲サーとＸ　（Ｍａｐ
　Ｐａｇｅ　Ｒａｎｇｅ　Ｓｅｒｖｉｃｅ−Ｍ　Ｐ　Ｒ
８）を用いる。アプリケーション・プログラムはロード
・インストラクション、またはストア・インストラクシ
ョンによってファイルへ直接にアクセスすることが出来
る。ファイルをアクセスするために、オペレーティング
・システムとの間の対話単位は必要としない。アプリケ
ーション・プログラムがファイルの処理を完了した時、
アプリケーション・プログラムはシマート・システム・
コールを発生することによって、その仮想アドレス空間
からそのファイルを除去することが出来る０代案として
、クローズ・システム・コールは、要求に応じて、シマ
ート・システム・コールを自動的に遂行するので、アプ
リケーション・プログラムはクローズ・システムを単に
発生するだけでもよい。

マツプされた所定のファイルのデータを共用することは
、オープン・ファイルに関連した使用側処理ユニットの
セグメントを、オープン・ファイルに関連した所有側処
理ユニットのセグメントに結合することによってクラス
タ内で遂行される。

仮想メモリのセグメント中にマツプされたファイル（以
下マツプ・ファイルという）を持つ各使用側処理ユニッ
トは、そのセグメントを実行するアプリケーション・プ
ログラムがオープンした各マツプ・ファイル毎に１つの
セグメントを持っている。与えられた使用側処理ユニッ
ト、または所有側処理ユニットにおけるすべてのアプリ
ケーション・プログラムは、同じセグメントを論理的に
共用する。オープン・ファイルに関連された所有側処理
ユニットのセグメントは、オープン・ファイルと関連さ
れている使用側処理ユニットのセグメントがリンクされ
ているセグメントである。

クラスタ構成を通じて仮想メモリのセグメントを共用す
るための１つの要件は、独立型の構成とクラスタ構成と
の両方において、マツプ・ファイルが同じ内容となるよ
うに更新されるのを保証することである。このことは、
下記の示唆、即ち、マツプ・ファイルに対して実行され
る各ストア・インストラクションは、クラスタ内で共用
されるマツプ・ファイルの全てのコピーに直ちに適用さ
れるように現われねばならないことを示唆している。こ
れはマツプ・ファイルをアクセスするとき、調和を持た
せるルールを定めることによって達成される。

これらの調和のルールは、 （１）　若し、クラスタ構成内の処理ユニットで実行し
ている１つ以上のアプリケーション・プログラムが、ペ
ージ中に書込みを行ったとすれば、たった１台の処理ユ
ニットしか、セグメントの与えられたページのコピーを
持つことが出来ないこと及び、 （２）　若し、クラスタ構成中の任意の処理ユニットで
実行しているアプリケーション・プログラムが、ページ
中に書き込みをしていなければ、任意数の処理ユニット
が、セグメントの与えられたページのコピーを持つこと
が出来ること、というものである。

所有側処理ユニットと使用側処理ユニットの仮想メモリ
管理要素（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍｅｍｏｒｙ　Ｍａｎａｇ
ｅｒ−Ｖ　ＭＭ）は、これらの調和のルールを実施する
ために協働する。各ＶＭＭは従来のバードウ゛エアのペ
ージ保護機構を用いることによってこれらの調和の状態
を実現する。共用された仮想メモリ中の各ページは、そ
れに関連した２つのページ保護キーを持つ。前者のキー
はクリエート・セグメント・サービス（Ｃｒｅａｔｅ　
Ｓｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃｅ−ＣＳ　Ｓ　）、また
は保護ページ・サービス（Ｐｒｏｔｅｃｔ　Ｐａｇｅ　
５ｅｒｖｉｃｅ−ＰＳＳ＞を用いて特定された要求保護
キー（ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　ｐｒｏｔｅＣｔｉｏｎ　ｋ
ｅｙ　）である、このキーは、メモリ・アクセスのどの
タイプがそのページに有効かを決めるのに使用される。

後者のキーは有効保護キー（ｃｆｆｅｃｔｉｖｅ　　ｐ
ｒｏｔｅｃｔｉｏｎ　ｋｅｙ　）である。このキーは共
用されるマツプ・ファイルのデータの調和ルールを実施
するために使用される。

マツプ・ファイル中の各ページは、任意の時間において
３つの独立した調和状態の１つを持っている。これらの
調和状態は、使用側処理ユニットと所有側処理ユニット
の両方の共用マツプ・ファイルに適用する。クラスタを
通じて共用されたマツプ・ファイルの与えられたページ
の調和用のルールは、仮想共用メモリ・テーブル（ＶＳ
ＭＴ）状態フィールド（第７図参照）中に記録される。

ＶＳＭＴのデータ構造がどのようにして更新されるかに
ついては、後述する。調和の状態は以下の通りである。

「アクセスせず」（ＮｏＡｃｃ、ｅｓｓ　）の調和状態
；この状態においては、ページのコピーは処理ユニット
の主メモリにはない。アプリケーション・プログラムが
ページをアクセスする全ての場合、ページ不在発生割込
み（ｐａｇｅ　ｆａｌｔ　ｏｃｅｕｒ’ｒｅｄｉｎｔｅ
ｒｒｕｐｔ　）信号が発生され、この信号はＶＭＭに送
られる。この状態は、クラスタ中の他の処理ユニットに
あるページのコピーの有効な調和の状態に関して付加的
な制限を与えない。

「読取りのみＪ　（ＲｅａｄＯｎｌｙ　）の調和状態：
この状態において、ページのコピーは、処理ユニットの
主メモリ中にある。そして、ページのコピーは主メモリ
に置かれているので、修正されていない。

ページの有効保護キーは読取りのみである。ページに対
するストア・アクセスは、若し、要求された保護キーが
読取り／書込みであれば、ページ不在発生割込み信号を
発生し、この信号はＶＭＭに送られる。ページに対する
ストア・アクセスは、若し要求された保護キーが読取り
のみであれば、保護除外発生割込み信号を発生し、この
信号はＶＭＭに送られる。前者の割込み信号は、アプリ
ケーション・プログラムが書込みのために、ページのア
クセスを行ったことをＶＭＭに知らせるのに使用される
。後者の割込み信号は、アプリケーション・プログラム
が書込みのために、ページのアクセスを行ったことをＶ
ＭＭに知らせるのに使用されるが、しかし、これはそう
することの許可を持つものではない。これは一般にエラ
ー状態とされ、適当な方法でエラーを処理するように、
エラー操作が遂行されねばならない。

ページが「読取りのみ」の調和状態にある時には、クラ
スタ中の他の処理ユニットは同じページを、読取りのた
めにアクセスすることが出来る。

ページが「読取りのみ」の調和状態にある時は、クラス
タ中の他の処理ユニットは同じページを、書込みのため
にアクセスすることは出来ない。

「読取り書込みＪ　（ＲｅａｄＷｒｉｔｅ　）の調和状
態：この状態においては、ページのコピーは処理ユニッ
トの主メモリ中にある。そして、ページは処理ユニット
の主メモリ中に記憶されているので、そのページは修正
されていない。ページの有効保護キーは読取り／書込み
である。ＶＭＭに信号を送るべ一ジ不在発生割込み信号
を発生させることなく、読取りまたは書込みの何れに対
しても、ページのアクセスをすることが出来る。読取り
のためのページのアクセスは、若し、要求された保護キ
ーが、ページの読取りアクセスを許容しなければ、ＶＭ
Ｍに信号が送られる保護例外割込み信号を発生する。書
込みのためのページのアクセスは、若し、要求された保
護キーがそのページへの書込みアクセスを許容しなけれ
ば、ＶＭＭへ信号が送られる保護例外割込み信号を発生
する。クラスタ内の他の全ての処理ユニットは、ページ
が「読取り書込み」の調和状態にあるときは、読取り書
込みのいずれでも同じページにアクセスすることが出来
る。

幾つかの事態が発生すると、ページの調和状態は、その
事態によって影響される。それらの事態とは（１）同じ
処理ユニットで実行している複数個のアプリケーション
・ブロクラムによって、ページをアクセスする場合と、
（２）同じ処理ユニットにおいて除去ページ範囲（Ｐｕ
ｒｇｅ　Ｐａｇｅ　Ｒａｎｇｅ−ＰＰＲ５）を実行する
場合と、（３）同じ処理ユニットにおいて除去セグメン
ト・サービス（ＰｕｒｇｅＳｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉ
ｃｅ−Ｐ　Ｓ　Ｓ　）を実行する場合と、（４）同じ処
理ユニットにおいてＶＭＭのページ置換メカニズムを実
行する場合と、（５）クラスタ内の各処理ユニットにお
けるページの調和状態を変化する場合とである。クラス
タ内の各処理ユニットのＶＭＭの実行は、これらの試況
がページの調和状態の有効なトランジションを生じるこ
とを保証するために協働する。ＶＭＭによって許容され
る有効なトランジションは、以下の通りである。

「アクセスせず」の調和状態から、「読取りのみ」の調
和状態へのトランジション（ＮｏＡｃｅｅｓｓ　ｔ。

ＲｅａｄＯｎｌｙ　）　：この調和状態のトランジショ
ンは、ページの読取りアクセスから発生して、使用側処
理ユニットのＶＭＭへ送られたページ不在割込み信号に
よってトリガされる。ページ不在割込み信号を受は取っ
たとき、使用側処理ユニットのＶＭＭは、要求する所有
側処理ユニットＶＭＭヘメッセージを送り、所有側処理
ユニットのＶＭＭは、ページのデータと、読取りのペー
ジをアクセスするための許可とを、使用側処理ユニット
のＶＭＭに要求する。

そのページに対する前の調和状態を「記憶する」ことと
、ページの調和状態が「アクセスせず」であるときに発
生するページの読取りアクセスの代りに、ページの調和
状態が「読取り書込み」であるときに発生するページの
書込みアクセスであるかのように、このトランジション
を取り扱うこととが、ある場合には、使用側処理ユニッ
トにとっては望ましいことがある。実際上しばしば生じ
るように、ページの書込みアクセスがページの読取りア
クセスに続く時、プロトコルのこの変更は、２つの調和
状態の変更を阻止する。若し、この変更プロトコルが用
いられたとすれば、ページ不在発生割込み信号を受は取
ったとき、使用側処理ユニットのＶＭＭは、所有側処理
ユニットのＶＭＭにメツセージを送り、所有側処理ユニ
ットのＶＭＭが、ページのデータと、書込みのためのア
クセスの許可とを、使用側処理ユニットのＶＭＭに送る
ことを要求する。

「アクセスせず」の調和状態から「読取り書込み」の調
和状態への（ＮｏＡｃｃｅｓｓ　ｔｏ　Ｒｅａｄ％１ｒ
ｉｔｅ））ランジション：この調和状態のトランジショ
ンは、ページの書込みアクセスから発生した使用側処理
ユニットのＶＭＭに送られるページ不在発生割込み信号
によってトリガされる。ページ不在発生割込み信号を受
は取ったとき、使用側処理ユニットのＶＭＭは、所有側
処理ユニットのＶＭＭにメツセージを送り、これにより
、所有側処理ユニットのＶＭＭが、ページのデータと、
書込みのためのアクセスの許可とを使用側処理ユニット
のＶＭＭに送ることを、所有側処理ユニットに対して要
求する。

「読取りのみ」の調和状態から「書込み読取り」の調和
状態への（ＲｅａｄＯｎｌｙ　ｔｏ　ＲｅａｄＷｒｉｔ
ｅ　）　）ランジション：この調和状態のトランジショ
ンは、ページの書込みアクセスから発生した使用側処理
ユニットのＶＭＭに送られるページ不在発生割込み信号
によってトリガされる。ページ不在発生割込み信号を受
は取ったとき、使用側処理ユニットのＶＭＭは、所有側
処理ユニットのＶＭＭヘメッセージを送り、これによっ
て、所有側処理ユニットのＶＭＭが、ページの書込みを
行うためのアクセスの許可を使用側処理ユニットのＶＭ
Ｍに送ることを、所有側処理ユニットに対して要求する
。

「読取りのみ」の調和状態から「アクセスせず」の調和
状態への（ＲｅａｄＯｎｌｙ　ｔｏ　ＮｏＡｃｃｅｓｓ
　）　）ランジション：この調和状態のトランジション
は、（ａ）修正されていないページを含むページ・フレ
ームが、データの他のページを保持するように、使用側
処理ユニットのＶＭＭによって再割当てされた時か、ま
たは、（ｂ）修正されていないページが、除外セグメン
ト・サービス（Ｐｕｒｇ’ｅ　ＳｅｇｍｅｎｔＳｅｒｖ
ｉｅｅ−Ｐ　Ｓ　Ｓ　）か、或は除外ページ範囲サービ
ス（Ｐｕｒｇｅ　Ｐａｇｅ　Ｒａｎ’ｇｅ　５ｅｒｖｉ
ｃｅ−Ｐ　Ｐ　ＲＳ　）　（Ｆ）いずれかを用いて除外
された時か、または、（ｃ）読取り／書込みのためにマ
ツプされたファイルを持つ他の使用側処理ユニットにお
いて実行しているアプリケーション・プログラムが、書
込みのためのページのアクセスをした場合に生じる「ア
クセスせず」に対するページ用の有効保護キーを、使用
側処理ユニットのＶＭＭが変更するように、所有側処理
ユニットのＶＭＭが要求した時にトリガされる。

「読取り書込み」の調和状態から「アクセスせず」の調
和状態への（ＲｅａｄＷｒｉｔｅ　ｔｏ　ＮｏＡｃｃｅ
ｓｓ　）　）ランジション：この調和状態のトランジシ
ョンは、（ａ）修正されたページを含むページ・フレー
ムが、使用側処理ユニットのＶＭＭによって置換するた
めに選択された時か、または、（ｂ）修正されたページ
が、除外セグメント・サービス（ＰＳＳ）か、或は除外
ページ範囲サービス（ＰＰＲ５）のいずれかを用いて除
外された時か、または、（ｃ）読取り／書込みのために
マツプされたファイルを持っている他の使用側処理ユニ
ットにおいて実行しているアプリケーション・プログラ
ムが、ページの書込みのアクセスをした場合に生じる「
アクセスせず」に対するページ用の有効保護キーを、使
用側処理ユニットのＶＭＭが変更するように、所有側処
理ユニットのＶＭＭが要求した時にトリガされる。使用
側処理ユニットのＶＭＭは、ページに含まれているデー
タを所有側処理ユニットのＶＭＭに送り、そして、使用
側処理ユニットのＶＭＭが「アクセスせず」のページの
調和状態を変更したことと、その主メモリからページを
除去したことの通知とを所有側処理ユニットのＶＭＭに
送る。

「読取り書込み」の調和状態から「読取りのみ」の調和
状態への（ＲｅａｄＷｒｉｔｅ　ｔｏ　ＲｅａｄＯｎｌ
ｙ　）　）ランジション：この調和状態のトランジショ
ンは、（ａ）修正されたページを含むページ・フレーム
が、使用側処理ユニットのＶＭＭによって置換するため
に選択された時か、または、（ｂ）修正されたページが
、除外セグメント・サービス（ＰＳＳ）か、或は除外ペ
ージ範囲サービス（ＰＰＲ８）のいずれかを用いて除外
された時か、または、（Ｃ）読取り／書込み用にマツプ
されたファイルを持っている他の使用側処理ユニットで
実行しているアプリケーション・プログラムが、ページ
の書込みのアクセスをした場合に生じる「アクセスせず
」のページのための有効保護キーを、使用側処理ユニッ
トのＶＭＭが変更するように、所有側処理ユニットのＶ
ＭＭが要求した時にトリガされる。使用側処理ユニット
のＶＭＭは、ページに含まれているデータを所有側処理
ユニットのＶＭＭに送り、そして、使用側処理ユニット
のＶＭＭが「読取りのみ」のページの調和状態を変更し
たことと、ページの読取りのみのアクセスを許容するよ
う鱗有効保護キーをセットしたことの通知を所有側処理
ユニットのＶＭＭに送る。

所有側処理ユニットのＶＭＭは、調和状態の有効な組合
せがマツプ・ファイルをアクセスする各ノードにおいて
存在することを保証する。これは、所有側処理ユニット
の調和の制御アルゴリズムの下で管理された各ページに
対する書込み装置のリストを、所有側処理ユニットのＶ
ＭＭに維持させることと、データの与えられたページの
調和状態を変更する要求を、所有側処理ユニットによっ
て、所有側処理ユニットから使用側処理ユニットへ送ら
せることとによって達成される。使用側処理ユニットに
よるページの読取りアクセスのすべての要求は、「読取
り書込み」の調和状態から「読取りのみ」への調和状態
の変更をページに書込む要求を、所有側処理ユニットに
よって、所有側処理ユニットから、そのページについて
のアプリケーション・プログラムを実行している使用側
処理ユニットへ送らせる。使用側処理ユニットによるペ
ージの書込みアクセスのすべての要求は、「アクセスせ
ず」のページの調和状態に変化する要求を、所有側処理
ユニットによって、所有側処理二ニットから、「読取り
書込み」調和状態のページを持ち、かつそのページにつ
いてのアプリケーション・プログラムを実行している使
用側処理ユニットへ送らせるか、または、「アクセスせ
ず」のページの調和状態に変化する要求を、所有側処理
ユニットによって、所有側処理ユニットから、「読取り
のみ」調和状態のページを持ち、かつそのページについ
てのアプリケーション・プログラムを実行している使用
側処理ユニットへ送らせる。

他の処理ユニットによって、それが調整されているペー
ジの処理を反映するために、各処理ユニットの幾つかの
ＳＶＭＴを更新するためのプロトコルは、特定のアプリ
ケーションに大きく依存している。成る種のアプリケー
ションにおいて、コピーが最早、要求処理ユニットの主
メモリにないので、アクセス・コーデイネータはそのユ
ニットを含んだ三角型Ｉ／Ｏ動作による他の要求をサー
ビス出来ない時を、アクセス・コーデイネータに通知す
ることが、より効果的である。

同様に、１台以上の処理ユニットによって書込まれるペ
ージを保護するためのプロトコルは、ロッキング・ビッ
トを含んで、多くの従来の保護方法の形式を取ることが
出来る。１９８７年１１月２６日に開催されたオベレー
テインク・システムに関するＡＣＭ特別グループ（ＡＣ
ＭＳｐｅｅｉａｌＩｎｔｅｒｅｓｔ　Ｇｒｏｕｐ　ｏｎ
　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ、）の会報に記
載されたチャン（Ａ、Ｃｈａｎｇ　）等の「８０１スト
レージ：アーキテクチャ及びプロゲラミンク」（８０１
Ｓｔｏｒａｇｅ：　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　ａｎｄ
　Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ）と題する文献に記載された
技術を使用することが出来る。

第／Ｏ図を参照して、代表的な動作を以下に説明する。

第／Ｏ図は３台の処理ユニット／Ｏａ１／Ｏｂ及び／Ｏ
ｃと、スイッチ１１と、処理ユニットをスイッチに接続
する３台の通信リンクとで構成されたクラスタのブロッ
ク図である。各処理ユニットはディスク装置を仮定した
２次ストレージ装置を有している。個々の処理ユニット
に接続された２次ストレージ装置にストアされたファイ
ルの内容を除いて、処理ユニット／Ｏａ、／Ｏｂ及び／
Ｏｃは同じであると仮定する。以下に、クラスフ構成内
の代表的な動作を第／Ｏ図乃至第１３図を参照して説明
する。これらの動作及びメツセージの流れの説明は、汎
用目的のオベレーテインク・システムのソフトウェアの
仮想メモリ管理コンポーネントの分野の専門家が、本発
明の方法を実施するのに、過度の実験をすることなく実
行することが出来るような程度のレベルで説明されてい
る。

第１１図はクラスタ内の処理講ニットの１つにストア（
記憶）される新しいファイルを作成するためのステップ
を説明するフロー・チャートである。

第１１図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａで
実行するアプリケーション・プログラムは、ファイル「
／Ｕ／ニスモルガン／データベース」を作成するために
クリニー）［ｓｌｃ］システム“コール（ｃｒｅａｔｅ
　［ｓｉｃ］　ｓｙｓｔｅｍ　ｃａｌｌ　）を使用する
。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏａで実行するオ
ベレーテインク・システムはアブリケージョン・プログ
ラムからオペレーティング・システム・コールを横取り
（１ｎｔｅｒｃｅｐｔ　）する。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
「ルート」システムのディレクトリを検索する。ルート
・システム・ディレクトリはファイル名のリストを含ん
でおり、夫々のファイル名はそのファイルのためのアク
セス・コーデイネータの名前を持っている。説明を簡単
にするために、ＵＮＩＸのファイル名の付は方の規則と
、ディレクトリの構、成とが使用されるものとするが、
この仮定自身は本発明の方法を実施するための目的とは
直接関係がないことは、この道の専門家であれば容易に
理解出来る０例えば、他のアプリケーション・プログラ
ムが、ｒ／ｕ／ニスモルガン／データベース」を作成す
るために使用することが出来る。オペレーティング・シ
ステムは、「／」に該当するルート・システム・ディレ
クトリを検索し、そして、システム・ディレクトリが「
ｕ」のエントリを含むことと、そのＵがデレクトリであ
ることとを見出す。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムはＵ
ディレクトリを検索し、そのブイレフ庫りが「ニスモル
ガン」のエントリを含んでいることと、そのニスモルガ
ンがディレクトリであることとを決定する。゛ ステップＥにおいて、オペレーティング・システムは、
直接にニスモルガンを検索し、そしてそのディレクトリ
が「データベース」のエントリを含まないことを見出す
。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
ファイル「データペース」のためのアクセス・コーデイ
ネータとして使用するのに、クラスタ中のどの処理ユニ
ットが最適の装置であるかを決める。オペレーティング
・システムは、処理ユニットに間して合理的な選択をす
るために、本発明の方法の実施に不必要な動作を選択す
るための成る種のアルプリズムを使用する０例えばアク
セス・コーデイネータの選択は、他のファイルに対する
アクセス・コーデイネータとしての義務の負抛が最も小
さい処理ユニットを、計算に基づいて選択してもよい、
オペレーティング・システムは、他の処理ユニットに対
して最も小さな義務が課せられている処理ユニットを選
択することによって、アクセス・コーデネーションの機
能（アクセスの調整機能）がその構成中の幾つかの処理
ユニットの闇で均等に広がっているものとして、そのシ
ステム構成が全体として最上の性能を備えているという
想定をすることが出来る。

ここで、形成されるべきファイル１．Ｕ／ニスモルガン
／データベースのためのアクセス・コーデイネータとし
て選ばれたその構成中の１つの処理ユニットは、説明の
便宜上、処理ユニット／Ｏｃであるとする。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏａはファイルを
作成するために、処理ユニット／Ｏｃにメツセージ１を
送る。

ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニット／Ｏｃは、ファイルが
作成（ｃｒｅａｔｅ　）システム・コールの直接ルック
・アップ（検索）位相（ステップＣ乃至Ｅ）において処
理ユニット／Ｏａによって遂行されるのと同様な方法で
、幾つかの共用ディレクトリを検索することによってそ
の構成内にファイルが存在しないことを決定する。

ステップ■において、処理ユニット／Ｏｃはファイルを
作成し、そのファイルにファイル識別子（Ｆｌｌｅ　Ｉ
ｄｅｎｔｉｆｉｅｒ−Ｆ　Ｉ　Ｄ　）を割当てる。説明
を簡明にするために、ファイル識別子は、構成中のファ
イルを識別する３２ビツトの数値であるとする。ファイ
ル識別子は、アクセス・コーデイネータに対してファイ
ルを識別するアクセス・コーデイネータによって選ばれ
た数値と、アクセス・コーデイネータ（処理ユニット／
Ｏｃ）のための処理ユニットの識別子とを連結すること
によって構成される。プロセッサ識別子（Ｐｒｏｃｅｓ
ｓｏｒＩｄｅｎｔｉｆｉｅｒ−Ｐ　Ｉ　Ｄ　）は、クラ
スタ構成内の与えられた処理ユニットを識別する７ビツ
トの数値である。

ステップＪにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、構成中の
他の処理ユニット／Ｏａ及び／Ｏｂの各々に、ＦＩＤに
よって識別されるファイルが作成されたというメツセー
ジ２を送る。メツセージ２はファイル名と、ファイル識
別子ＦＩＤと、アクセス・コーデイネータのプロセッサ
識別子ＰＩＤとを含んでいる。

ステップＫにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ２を受は取ると、処理ユニット／Ｏａは、ファイル
／　Ｕ　／ニスモルガン／データペースが作成されるこ
とを決定し、そして、処理ユニット／Ｏａ及び／Ｏｂの
各々は、新しく作成されたファイル、／Ｕ／ニスモルガ
ン／データベースの存在を表示するために、システム・
ディレクトリのコピーを更新するとともに、ファイルの
ファイル識別子ＦＩＤ及びアクセス・コーデイネータの
プロセッサ識別子ＰＩＤを更新する。

ステップＬにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ファイル
が作成された処理ユニットで実行しているアプリケーシ
ョン・プログラムを通知する。

第１２Ａ図及び第１２Ｂ図は、クラスタ内の処理ユニッ
トで動作されるアプリケーション・プログラムによって
、どのようにして現存するファイルをオープンするかを
説明するためのフローチャートである。

第１２Ａ図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａ
で実行しているアプリケーション・プログラムは、ファ
イル／　Ｕ　／ニスモルガン／データベースをオープン
（開始）するために、読取り／書込みアクセスのための
オープン・システム・コールを使用する。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏａ中で実行して
いるオペレーティング・システムは、アプリケーション
・プログラムからシステム・コールを横取りする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
ルート・システム・ディレクトリ「／」を検索して、そ
れが「ｕ」のエントリを含んでいることと、Ｕがディレ
クトリであることとを見出す。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
「ニスモルガン」のＵディレクトリを検索して、ニスモ
ルガンがディレクトリであ葛ことを見出す。

ステップＥにおいて、オペレーティング・システムは、
「データベース」のニスモルガン・ディレクトリを検索
して、（１）「データベース」はファイルであること、
（２）ファイルのアクセス・コーデイネータは処理ユニ
ット／Ｏｃであること、（３）ファイル識別子ＦＩＤは
ファイルに聞達していることを決定する。

ステップＦにおいて、処理ユニット／Ｏａで実行してい
るオペレーティング・システムは、ファイル識別子ＦＩ
Ｄを含むメツセージ１を、処理ユニット／Ｏｃに送って
、ＦＩＤで識別されたファイルが、処理ユニット／Ｏａ
で実行しているアプリケーション・プログラムのために
オープンされるべきことを要求する。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニット／Ｏｃは、ファイル記
述子（Ｆｉｌｅ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ−Ｆ　Ｄ　）の
２次ストレージ装装置の記憶位置を決定し、ＩＩＤによ
って識別されたファイルを記述する。処理ユニット／Ｏ
ｃは、ファイル識別子ＦＩＤを使用することによって、
ファイル記述子ＦＤを位置付けて、処理ユニット／Ｏｃ
のファイル記述子テーブル（Ｆｉｌｅ　Ｄｅｓｃｒｉｐ
ｔｏｒ　Ｔａｂｌｅ−Ｆ　Ｄ　Ｔ　）中にインデックス
する。処理ユニット／ＯｃにあるＦＤＴは、現存する各
ファイルのファイル艷述子を含み、それらのファイルに
対して、処理ユニット／Ｏｃはアクセス・コーデイネー
タ゛として動作する。ファイル記述子は、与えられたフ
ァイルの一部である処理ユニット／Ｏｃに接続された２
次ストレージ装置のディスク・ブロックの数及び位置を
判別する。更に、ファイル記述子は、例えばファイルの
長さ、アクセスされた最新の時間、ファイルを所有して
いる装置名などの他の情報を含んでいる。

ファイル記述子に含まれている情報の細部は、この道の
専門家には自明であるし、本発明には直接関係がないか
ら、これ以上の説明はしない。

ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、ＦＩＤに
よって識別されたファイルは、現在オープンされていな
い、即ちそのファイルは現在、そのファイルに関連した
ローカル仮想セグメントを現在持っていないことを決定
する。

ステップ■において、処理ユニット／Ｏｃは、ファイル
識別子ＦＩＤに対する仮想メモリ・セグメントを作成す
るために、セグメント作成サービス（Ｃｒｅａｔｅ　Ｓ
ｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃｅ−ＣＳ　Ｓ　）を使用す
る。

その処理の際に、処理ユニット／Ｏｃは、ファイル記述
子ＦＤを用いてセグメントが作成されること、また、作
成されるセグメントのための要求された保護キーが読取
り／書込みであることを特定する。Ｃ８Ｓは、作成され
たセグメントが識別されるセグメント識別子を返還する
。

ステップＪにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／Ｏｃが処理ユニット／Ｏａのために、ＦＩＤによ
って識別されたファイルを成功裡にオープンしたことに
応答して、処理ユニット／Ｏａにメツセージ２を送る。

メツセージ２はＦＩＤによって識別されたファイルに開
運するセグメントとしてのセグメント識別子Ｓを含んで
いる。

ステップＫにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ＦＩＤに
よって識別されたファイルが現在オープンしていない、
即ちそのファイルはそれに開運したローカル仮想セグメ
ントを現在持っていないことを決定する。

ステップＬにおいて、処理ユニット／Ｏａは、離隔セグ
メント作成サービス（Ｃｒｅａｔｅ　ＲｅｍｏｔｅＳｅ
ｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｅｅ＝ＣＲＳ　Ｓ　）を使用し
てＦＩＤによって識別されるファイルに対してローカル
・セグメントＳＡを作成する。ＣＲ５５はセグメント識
別子Ｓ７＃：取り、そして「ダミー」セグメントＳＡを
作成する。ダミー・セグメントは、セグメント識別子及
びセグメント識別子テーブル（ＳｅｇｍｅｎｔＩｄｅｎ
ｔｉｆｆｅｒ　Ｔａｂｌｅ−５Ｉ　Ｔ　）エントリを持
つが、しかし外部ページ・テーブル（Ｅｘｔｅｒｎａｌ
　Ｐａｇｅ　Ｔａｂｌｅ−ＸＰＴ）は持たないローカル
・セグメントである。

ステップＭにおいて、処理ユニット／Ｏａは、グローバ
ル・セグメントＳにローカル・セグメントＳＡを結合す
るために、離隔セグメント結合サービス（Ｂｉｎｄ　Ｒ
ｅｍｏｔｅ　Ｓｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃｅ−Ｂ　Ｒ
Ｓ　Ｓ　）を使用する。ＢＲ３Ｓは、セグメント識別子
Ｓ及びＳＡと、アクセス・コーデイネータ（処理ユニッ
ト／Ｏｃ）のプロセッサ識別子ＰＩＤとを用いることに
よって、セグメントＳＡに開運したＳ■Ｔテーブルのエ
ントリを修正し、セグメントＳＡがセグメントＳに関係
していることを表示し、そのアクセスは処理ユニットＰ
ＩＤによって調整される。

ステップＮにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ファイル
／Ｕ／ニスモルガン／データベースが成功裡にオープン
されたことを決定し、それをアプリケーション・プログ
ラムに知らせる。

第１３図は、クラスタ構成中で共用されている仮想メモ
リに、どのようにしてオープンされたファイルがロード
されるかを説明する図である。

第１３図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａで
実行しているアプリケーション・プログラムは、読取り
／書込みのアクセスを行うためと、オープン・ファイル
「／Ｕ／ニスモルガン／データベース」に関連するロー
カル・セグメントＳＡをアプリケーション・プログラム
の仮想アドレス空間にマツプするために、シマート（ｓ
ｈｍａｔ　）システム・コールを使用する。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏａで実行してい
るオベレーテインク・システムは、アプリケーション・
プログラムからシマート・システム・コールを横取りす
る。

ステップＣにおいて、オベレーテインク・システムは、
ローカル・セグメントＳＡが離隔セグメントＳに結合さ
れていることと、そのアクセスは処理ユニット／Ｏｃに
よって調整されることを決定する。処理ユニット／Ｏａ
は、現在オープンしているファイルのセグメントの識別
子と、現在オープンしているファイルの該当する離隔セ
グメントと、セグメントに関連したアクセス・コーデイ
ネータのプロセッサ識別子とに関して、セグメント識別
子テーブルを検索することによって、この決定を行う。

ステップＤにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ローカル
・セグメントＳＡをアプリケーション・プログラムの仮
想アドレス空間にマツプするために、マツプ・ページ範
囲サービス（Ｍａｐ　ＰａｇｅＲａｎｇｅ　Ｓｅｒｖｉ
ｃｅ−Ｍ　Ｐ　ＲＳ　）を使用する。

ステップＥにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ファイル
／Ｕ／ニスモルガン／データベースがアプリケーション
・プログラムの仮想アドレス空間に成功裡にマツプされ
たことを決定し、そしてアプリケーション・プログラム
にこれを通知する。

第１４図は、使用側処理ユニットが構成中のいずれの処
理ユニットのメモリにもストアされていないページのコ
ピーを入力することを要求したとき、アクセス・コーデ
ネータによって遂行されるステップを説明するための図
である。ここで説明の便宜上、以下のように仮定する。

即ち、その仮定とは、 （１）処理ユニット／Ｏａで実行しているアプリケーシ
ョン・プログラムは、既にファイルをオープンしており
、そして、アプリケーション・プログラムの仮想アドレ
ス空間中にマツプ・ファイルを持っているものとし、 （２）処理ユニット／Ｏｃはファイルのアクセス・コー
デイネータとして動作するものとすることである。

第１４図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａで
実行しているアプリケーション・プログラムは、ファイ
ルＦを含むセグメントＳＬのベージｐ１Ｎ：読取るため
のアクセスを行なう。

ステップＢにおいて、アプリケーション・プログラムは
、ページ不在に遭遇する。

ステップＣにおいて、処理ユニット／Ｏａで実行してい
るオペレーティング・システムは、このページ不在を横
取りし、そして、そのページ不在はアプリケーション・
プログラムによるセグメントＳＬのベージＰの読取りア
クセスによって惹起されたことを決定する。

ステップＤにおいて、処理ユニット／Ｏａは、セグメン
トＳＬが、離隔セグメントであること、そして、そのア
クセスが処理ユニット／Ｏｃによって調整されることを
決定する。

ステップ已において、処理ユニット／Ｏａは、セグメン
トＳＬが離隔セグメントＳＲに結合されることを決定す
る。

ステップＦにおいて、処理ユニット／Ｏａは、処理ユニ
ット／ＯｃがセグメントＳＲのベージＰのコピーを処理
ユニット／Ｏａに送ることを要求するメツセージ１を、
処理ユニット／Ｏｃに送る。

ステップＧにおいて、このメツセージ１を受取ると、処
理ユニット／Ｏｃは、セグメントＳＲのベージＰのエン
トリに関して、ＶＳＭテーブルを検索する。説明を簡明
にするために、以下の仮定、即ちただ１つのエントリだ
けがセグメントＳＲのベージＰのＶＳＭテーブル中に存
在しているものとし、処理ユニット／Ｏｂがメモリ中の
ページのコピーを持っていることを、エントリが示して
いるものとし、「読取りのみ」の調和状態がページのコ
ピーに聞達されているものとする。

ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、セグメン
トＳＲが処理ユニット／Ｏｂ中のセグメントＳＴに結合
されることを決定する。

ステップ■において、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／ＯｂがセグメントＳＴのベージＰのコピーを処理
ユニット／Ｏａに送ることと、そのベージＰのコピーは
それに関連した「読取りのみ」調和状態を持っているこ
ととを要求するメツセージ２を処理ユニット／Ｏｂに送
る。更に、メツセージ２は、処理ユニット／Ｏａがセグ
メントＳＴを、セグメントＳＬとして扱うことを表示す
る。

第１５ａ図乃至第１５ｂ図は、ページのデータが１つの
処理ユニットから他の処理ユニットへ転送されている時
に、どのようにして、ＶＳＭＴがアクセス・コーデイネ
ータによって更新されるかのステップの細部を説明する
フロー・チャー゛トである。説明の便宜上、（１）処理
ユニット／Ｏａで実行しているアプリケーション・プロ
グラムは、既にファイルをオープンしているものとし、
（２）処理ユニット／Ｏｃはファイルのアクセス・コー
デイネータとして使用するものとする。

第１５ａ図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａ
で実行しているアプリケーション・ブロダラムは、ファ
イルＦを含むセグメントＳＡのベージＰを読取るための
アクセスを行う。

ステップＢにおいて、アプリケーション・プログラムは
、ベージ不在に遭遇する。

ステップＣにおいて、処理ユニット／Ｏａで実行してい
るオベレーテインク・システムは、ページ不在を横取り
し、そのページ不在がアプリケーション・プログラムに
よって、セグメントＳＡのベージＰの読取りアクセスに
よって発生されたことを決定する。

ステップＤにおいて、セグメントＳＡは離隔セグメント
Ｓに結合されるローカル・セグメントであることと、そ
のアクセスは処理ユニット／Ｏｃによって調整されるこ
ととを、処理ユニット／Ｏａによって決定される。

ステップＥにおいて、処理ユニット／Ｏａは、処理ユニ
ット／Ｏｃが処理ユニット／ＯａにセグメントＳのベー
ジＰのコピーを送ることを要求するメツセージ１を、処
理ユニット／Ｏｃに送る。

ステップＦにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニット／Ｏｃは、セグメントＳのベージＰのエントリに
関してＶＳＭテーブルを検索する。

説明の便宜上、（１）セグメントＳのベージＰのＶＳＭ
テーブル中にただ１つのエントリが存在するものとし、
（２）そのエントリは、処理ユニット／Ｏｂがメモリ中
にベージのコピーを持っていることを表示しているもの
とし、（３）「読取りのみ」の調和状態がベージのコピ
ーに関連しているものとする。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／Ｏｂが処理ユニット／ＯａにセグメントＳのベー
ジＰのコピーを送ることと、ベージのコピーがベージＰ
と関連する「読取りのみ」調和状態を持つこととを要求
するメツセージ２を、処理ユニット／Ｏｂに送る。

ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／ＯａがセグメントＳのベージＰのコピーを送った
ことと、ベージＰと関連する「読取りのみ」の調和状態
であることとを表示するＶＳＭテーブルにエントリを付
加する。セグメントＳのベージＰのためのエントリをＶ
ＳＭテーブルに付加するために、処理ユニット／Ｏｃは
以下のステップを遂行しなければならない。

（Ｈｌ）若し、ＶＳＭテーブル中に、このベージのエン
トリが既にあるならば、セグメントＳＲのベージＰに対
応するハツシュ・アンカー・テーブル中のエントリと一
致して位置付けるために、セグメントＳＲとベージ数Ｐ
のセグメント識別子をハツシュする。

（Ｈ２）ハツシュ・チェーンが空であるか否かを決定す
る。計算されたハツシュ値に対してハツシュ・アンカー
・テーブル中の「空」ビットを検査することによってこ
の動作を遂行する。上述の場合、ハツシュ・チェーンは
、処理ユニット／Ｏｂに位置するセグメントＳのベージ
Ｐのエントリである少なくとも１つのエントリを含んで
おり、「空」ビットはクリアされる。

（Ｈ３）ハツシュ・チェーンが処理ユニット／Ｏｂのセ
グメントＳのベージＰのエントリを見出すまで、計算さ
れたハツシュ値のハツシュ・チェーンに従う、このエン
トリは、ＶＳＭテーブルのエントリＥとして後述される
。

（Ｈ４）現在は使用されていないＶＳＭテーブルのエン
トリの自由リストを用いることによって、ＶＳＭテーブ
ルのエントリＦを割当てる。自由リストからデータ構造
中のエントリを割当てることは、コンピュータ・プログ
ラミングの分野では簡単であり、公知なので、これ以上
の説明はしない。

（Ｈ５）エントリＦ中に該当値を記入する。記入するフ
ィールドを列記すると、 （ａ）処理ユニット／Ｏａを識別する数値を記入するプ
ロセッサ識別子フィールドと、（ｂ）ベージ番号Ｐを記
入するベージ番号フィールドと、 （Ｃ）セグメント識別子Ｓを記入するローカル・セグメ
ント識別子フィールドと、 （ｄ）調和状態「読取りのみ」を識別する数値を記入す
る状態フィールドである。

（Ｈ６）計算されたハツシュ値のハツシュ・チェーンに
エントリＦを加える。これは、以下の処理によって行わ
れる。

（ａ）エントリＥの「次のエントリ・インデックス」フ
ィールドをエントリＦの「次のエントリ・インデックス
」フィールドにコピーし、次に、（ｂ）エントリＦの値
を、エントリＥの「次のエントリ・インデックス」フィ
ールド中にコピーする。ステップＨ６が終了した後、エ
ントリＦは、ハツシュ・チェーンの計算されたハツシュ
値である。

ステップＩにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニット／Ｏｂは、その主メモ
リ中にセグメントＳのページＰを位置付ける。

ステップＪにおいて、処理ユニット／Ｏｂは、セグメン
トＳのページＰを含むメツセージ３を処理ユニット／Ｏ
ａに送る。また、メツセージ３は、セグメントＳのペー
ジＰが関連する「読取りのみ」調和状態を持っているこ
とを表示する。

ステップＫにおいて、処理ユニット／Ｏｂからのメツセ
ージ３を受取ると、処理ユニット／Ｏａは、その主メモ
リにセグメントＳのページＰをストアし、ページがセグ
メントＳＡのページＰであることを表示するために、セ
グメントＳのページＰの仮想アドレスを変更し、そして
ページの有効保護キーを「読取りのみ」にセットする。

第１６図は使用側処理ユニットが、主メモリからページ
を追い出す（ｃａｓｔ−ｏｕｔ　）ための要求を送る時
に、アクセス・コーデイネータによって遂行されるステ
ップを説明するためのフロー・チャートである。

第１６図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａは
、置き換えるためのセグメントＳＡのページＰを選択す
る。これは、例えば、セグメントＳＡのページＰが、長
時間の間、どのアプリケーション・プログラムによって
もアクセスされなかったことを、処理ユニット／Ｏａで
実行しているオベレーテインク・システムの仮想メモリ
管理（ＶＭＭ）要素が決定した場合のように、通常の動
作において生じることである。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏａは、ページＰ
がセグメントＳＡ中に含まれていること、そして、セグ
メントＳＡは、離隔セグメントＳに結合したローカル・
セグメントであることと、そのアクセスが処理ユニット
／Ｏｃによって調整されることとを決定する。

ステップＣにおいて、処理ユニット／Ｏａは、それ自身
の主メモリからセグメントＳのページＰを追い出す許可
を要求するメツセージ１を、処理ユニット／Ｏｃに送る
。

ステップＤにおいて、処理ユニット／Ｏａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニット／ＯｃはセグメントＳ
のページＰに対応するすべてのエントリについてＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、（１）ＶＳＭテー
ブル中に、セグメントＳのページＰに対応する２つのエ
ントリが存在し、（２）前者のエントリは、処理ユニッ
ト／Ｏａのメモリ中に、「読取りのみ」の調和状態にあ
るセグメントＳのページＰのコピーを持っており、（３
）後者エントリは、処理ユニット／Ｏｂのメモリ中に、
「読取りのみ」の調和状態にあるセグメントＳのページ
Ｐのコピーを持っているものとする。

ステップＥにおいて、（１）クラスタ構成内の処理ユニ
ットの主メモリ中に、現在、キャッシュされたページの
コピーがあり、かつ（２）これらのページの両方のコピ
ーは、「読取りのみ」の調和状態にあるので、処理ユニ
ット／Ｏｃは、２次ストレージからセグメントＳのペー
ジＰを再度読取るという性能の著しい劣化をもたらすこ
となく、処理ユニット／Ｏａは、処理ユニット／Ｏｃの
主メモリからセグメントＳのページＰを追い出すことが
出来る許可の決定をする。

ステップＦにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／Ｏａがそれ自身の主メモリからセグメントＳのペ
ージＰを追い出してよい旨の応答をするメツセージ２を
、処理ユニット／Ｏａに送る。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニット／Ｏａは自身の主メモ
リからセグメントＳのページＰを追い出す。

第１７図は、使用側処理ユニットが自身の主メモリから
ベージを追い出すための要求を送り、そして他のいずれ
の処理ユニットの主メモリにもそのベージのコピーが存
在しない場合、アクセス・コーデイネータによって遂行
されるステップを説明するためのフロー・チャートであ
る。

第１７図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａで
実行しているオペレーティング・システムのＶＭＭの１
つの要素が置き換えるための候補としてセグメントＳＡ
のベージＰを選択する。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏａは、処理ユニ
ット／Ｏａが自身の主メモリからセグメントＳのベージ
Ｐを追い出す許可を要求するメツセージ１を、処理ユニ
ット／Ｏｃに送る。

ステップＣにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニット／ＯｃはセグメントＳのベージＰについてＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、ここで、ＶＳＭテ
ーブル中には、セグメントＳのベージＰのエントリは見
出されないものとする。

ステップＤにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、セグメン
トＳのベージＰｔ−記憶するために、その主メモリ中に
十分な空間を持ち、その目的のためのフレームを割当て
ることを決定する。

ステップＥにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／Ｏａが処理ユニット／ＯｃにベージＰのコピーを
送ることを要求するメツセージ２を、処理ユニット／Ｏ
ａに送る。

ステップＦにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニット／Ｏａは、セグメント
ＳのベージＰを含むメツセージ３を処理ユニット／Ｏｃ
に送る。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ３を受取ると、処理ユニット／Ｏｃは、それ自身の
主メモリにセグメントＳのベージＰを付加する ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、そのＶＳ
Ｍテーブルを更新して、ベージＰに関連する「読取りの
み」の調和状態を持つセグメントＳのベージＰが、処理
ユニット／Ｏａの主メモリから、処理ユニット／Ｏｃの
主メモリへ移動されたことを表示する。セグメントＳの
ベージＰのエントリに対してＶＳＭテーブルを更新する
ために、処理ユニット／Ｏｃは、以下のステップを遂行
しなければならない。

（Ｈｌ）若し、ＶＳＭテーブルにこのベージ番号のエン
トリが既にあれば、セグメント識別子Ｓ及びページ番号
Ｐをハツシュし、セグメントＳのベージＰに対応するハ
ツシュ・アンカー・テーブルのエントリに位置付ける。

（Ｈ２）ハツシュ・チェーンが空で有るか否かを決定す
る。計算されたハツシュ値に対してハツシュ・アンカー
・テーブルのエントリ中の「空」ビットを検査すること
によって、この決定の処理を行う。この場合、ハツシュ
・チェーンは、処理ユニット／Ｏｂにおけるセグメント
ＳのベージＰに対する少なくとも１つのエントリを含ん
でいるから、「空」ビットはクリアにされる。

（Ｈ３）ハツシュ・チェーンが、処理ユニット／Ｏａに
おけるセグメントＳのベージＰのエントリを見出すまで
、処理ユニット／Ｏａは計算されたハツシュ値のハツシ
ュ・チェーンに従う。

（Ｈ４）ステップ４が終了し、エントリＥが更新された
後、処理ユニット／Ｏｃを識別する数値によって、エン
トリＥのプロセッサ識別子のフィールドを更新する。

第１８図は与えられたベージが共用されたメモリ処理ユ
ニットによってキャッシュされなければならないことを
アクセス・コーデイネータが決定したとき、アクセス・
コーデイネータによって遂行されるステップを説明する
ためのフロー・チャートである。

第１８図のステップＡにおいて、処理ユニット／Ｏａに
おいて実行しているオペレーティング・システムのＶＭ
Ｍの１つの要素が置換用の候補として、セグメントＳの
ベージＰを選択する。

ステップＢにおいて、処理ユニット／Ｏ＆は、処理ユニ
ット／Ｏａが自身のの主メモリからセグメントＳのベー
ジＰを追い出す許可を要求するメツセージ１を、セグメ
ントＳのアクセス・コーデイネータ、即ち処理ユニット
／Ｏｃに送る。

ステップＣにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニット／ＯｃはセグメントＳのページＰに対してＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、ここで、そのＶＳ
Ｍテーブルには、セグメントＳのページＰのエントリは
ないものとする。

ステップＤにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、セグメン
トＳのページＰをキャッシュするための十分なメモリ空
間を、その主メモリ中に持っていないことを決定する。

ステップＥにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、処理ユニ
ット／Ｏｂがクラスタ構成の共通メモリ・ユニットとし
て動作することを決定し、そして、処理ユニット／Ｏｂ
がその主メモリ中のセグメントＳのページＰのコピーを
キャッシュすることを要求するメツセージ２を、処理ユ
ニット／Ｏｂに送る。

ステップＦにおいて、処理ユニット／Ｏｃは、そのＶＳ
Ｍテーブルにエントリを付加することによって、処理ユ
ニット／ＯｂがページＰに関連する「読取りのみ」の調
和状態であること、セグメントＳのページＰのコピーを
保持していることを表示する。セグメントＳのページＰ
のエントリをＶＳＭテーブルに付加するために、処理ユ
ニット／Ｏｃは下記のステップを遂行しなければならな
い。

（Ｆｌ）若しＶＳＭテーブル中に、このページのエント
リが既に存在しているならば、セグメント識別子Ｓ及び
ベージ番号Ｐをハツシュし、そしてセグメントＳのペー
ジＰに対応するハツシュ・アンカー・、テーブルのエン
トリに位置付ける。

（Ｆ２）ハツシュ・チェーンが空であるか否かを決定す
る。計算されたハツシュ値に対してハツシュ・アンカー
・テーブルのエントリ中の「空」ビットを検査すること
によってこの処理を遂行する。この場合、ハツシュ・チ
ェーンは、処理ユニット／ＯｂにあるセグメントＳのペ
ージＰに対するエントリである少なくとも１つのエント
リを含んでいるから、「空」ビットはクリアにされる。

（Ｆ３）処理ユニット／ＯａにおけるセグメントＳのペ
ージＰのエントリを見出すまで、ハツシュ・チェーンは
処理ユニット／Ｏａは計算されたハツシュ値に従う。

（Ｆ４）ステップ４が終了し、エントリＥが更新された
後、処理ユニット／Ｏｂを識別する数値によって、エン
トリＥのプロセッサ識別子のフィールドを更新する。

ステップＧにおいて、処理ユニット／Ｏｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニット／Ｏｂは、その主メモ
リ中にページ・フレームを割当て、そして、処理ユニッ
ト／Ｏａにメツセージ３を送ることにより、処理ユニッ
ト／Ｏａは処理ユニット／ＯｂにセグメントＳのページ
Ｐを送ることを要求する。

ステップＨにおいて、処理ユニット／Ｏｃからメツセー
ジ３を受取ると、処理ユニット１．０ａは、セグメント
ＳのページＰと、そのページに関連する「読取りのみ」
の調和状態とを、処理ユニット／Ｏｂ送る。

本発明の実施例が仮想メモリに使用される場合について
説明してきたが、本発明は仮想メモリを使用しない複数
個の処理ユニットを含むクラスタ構成にも同じように適
用することが出来ることは自明であろう。現在、他の処
理ユニットの主メモリ中にあるデータのコピーを得るた
めのＩ／Ｏアクセスに関する問題は、本発明の原理、即
ち、所定のデータを得るために、ディスク・ストレージ
のＩ／Ｏ動作を遂行する代りに、プロセッサによって主
メモリに送られたデータを、その主メモリから、そのデ
ータを要求した処理ユニットに転送するという原理によ
って解決することが出来る。

Ｆ１発明の詳細 な説明したように、本発明はクラスタ構成に相互接続さ
れた複数個のデータ処理システム中の共用された仮想メ
モリにおいて、ディスクのＩ／Ｏ動作を減少する方法を
与えることによって、データの処理性能を著しく改善す
ることが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を適用することの出来るクラスタ構成に
相互接続された複数個のプロセッサ・ユニットの機能的
ブロック図、第２図は第１図に示されているプロセッサ
・ユニットに含まれている種々の機能を説明するための
ブロック図、第８図は第２図及び第３図のユニットに適
用された種々のソフトウェア機能を説明するために、第
１図に示された処理ユニットの１つを示すブロック図、
第４図は第２図及び第３図に示した処理ユニットの仮想
メモリ管理機能によって用いられた外部ページ・テーブ
ルＸＰＴを示す図、第５図は第２図及び第３図に示した
処理ユニットの仮想メモリ管理機能によって用いられる
反転ページ・テーブル構造を示す図、第６図は仮想メモ
リ・セグメントを識別するグローバル・セグメント識別
子及びローカル・セグメント識別子の構造を示す図、第
７図は本発明の方法を使用した仮想共用メモリ・テーブ
ルＶＳＭＴを示す図、第８図はハツシュ・アンカー・テ
ーブルを示す図、第９図は共用マツプ・ファイルのモデ
ルと、それに関連したセグメントを示す図、第／Ｏ図は
本発明の方法によって遂行される実施例を説明するため
の１つの環境を示す基本的なりラスタ構成のブロック図
、第１１図はクラスタ中において１つの処理ユニットに
ストアされる新しいファイルを作成するためのステップ
を説明するための図、第１２ａ図及び第１２ｂ図はクラ
スタ内の処理ユニットで実行しているアプリケーション
・プログラムによって、現存するファイルを、どのよう
にしてオープンするかを説明するためのフローチャート
、第１３図はクラスタ構成内で共用されている仮想メモ
リに、現存するファイルを、どのようにしてロードする
かを説明するためのフローチャート、第１４図は構成中
のどの処理ユニットの主メモリにもないページのコピー
を、使用側処理ユニットがそのページの入力を要求した
とき、アクセス・コーデイネータによって遂行されるス
テップを説明するためのフローチャート、第１５ａ図及
び第１５ｂ図はデータのページが１つの処理ユニットか
ら他の処理ユニットへ転送するとき、アクセス・コーデ
イネータによって、ＶＳＭＴがどのようにして更新され
るかを説明するためのフローチャート、第１６図は使用
処理ユニットが主メモリからページを写し取る要求を送
り、そして、他の処理ユニットのメモリにそのページの
コピーがある場合、アクセス・コーデイネータによって
遂行されるステップを説明するためのフローチャート、
第１７図は使用処理ユニットがその主メモリからページ
を写し取る要求を送り、そして他の処理丘ニットのメモ
リ中にそのページのコピーがない場合、アクセス・コー
デイネータによって遂行されるステップを説明するため
のフローチャート、第１８図は所定のページが共用され
たメモリ処理ユニットによってキャッシュされねばなら
ないことをアクセス・コーデイネータが決定したとき、
アクセス・コーデイネータによって遂行されるステップ
を説明するためのフローチャートである。 ／Ｏ・・・・プロセッサ・ユニット、１１・・・・スイ
ッチ、１２・・・・通信リンク、１６・・・・マイクロ
・プロセッサ、１７・・・・メモリ、２ＯＡ乃至２０Ｂ
・・・・ボート、２１乃至２３・・・・端末装置。 第１凪 ２１Ｌｆ’ｌ：Ｌ−’−、ｈ　ｌｏａ＋二／Ｕ／ｆスｔ
＋Ｌｎ−；／（−９−Ｎ−人Ｌ４９＋↑５れ丁；第１１
記 １１°’ｌ　’ｊ−％＊＞−７’Ｏり一う４　Ｉａ　ｆ
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り゛メシト５Ｌ９へ一ジＰをＩＦ本・第１４国 第１５Ａ図 第１５８園 昂１６出

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）各々が主記憶と２次記憶をもつ複数のプロセッサ
   ・ユニットと、該複数のプロセッサ・ユニットのうちの
   第１のプロセッサ・ユニットによる要求に応答して、該
   複数のプロセッサ・ユニットのうちの第２のプロセッサ
   ・ユニットの主記憶に記憶されているデータを該第１の
   プロセッサ・ユニットの主記憶へ転送させるように、該
   複数のプロセッサ・ユニットのうちの任意の対をデータ
   転送関係で選択的に相互接続するためのスイッチを有す
   るデータ処理システムのＩ／Ｏアクセス動作を減少させ
   るための方法であつて、 （ａ）上記各プロセッサ・ユニットにおいて、上記シス
   テムに記憶されているファイルのリストと、該各ファイ
   ルの記憶を担当し該各フアイルへのアクセスを調整する
   プロセッサ・ユニットの表示子を保持し、 （ｂ）上記第１のプロセッサ・ユニットからの要求に応
   答して上記第２のプロセッサ・ユニットに記憶された指
   定ファイルをオープンし、 （ｃ）上記第２のプロセッサ・ユニットの２次記憶から
   上記第１のプロセッサ・ユニットの主記憶へ上記第１の
   プロセッサ・ユニットによつて要求された指定情報を転
   送し、 （ｄ）上記指定情報を求める上記複数のプロセッサ・ユ
   ニットのうちの第３のプロセッサ・ユニットから上記第
   ２のプロセッサ・ユニツトへの要求によつて促された、
   上記第２のプロセッサ・ユニットから上記第１のプロセ
   ッサ・ユニツトへの要求に応答して、上記第１のプロセ
   ッサ・ユニットの主記憶から上記第３のプロセッサ・ユ
   ニットの主記憶へ上記特定情報のコピーを転送する段階
   を有する、 データ処理システムの制御方法。
2. （２）各々が比較的高速のアクセス時間をもつ主記憶と
   比較的低速のアクセス時間をもつ２次記憶をもちクラス
   タ形状に接続された複数のプロセッサ・ユニットを有し
   、該複数のプロセッサ・ユニットは、該複数のプロセッ
   サ・ユニットのうちの第１のプロセッサ・ユニットによ
   る要求に応答して、該複数のプロセッサ・ユニットのう
   ちの第２のプロセッサ・ユニットの主記憶に記憶されて
   いるデータを該第１のプロセッサ・ユニットの主記憶へ
   転送させるように接続されてなる、データ処理システム
   の低速Ｉ／Ｏアクセス動作を減少させるための方法であ
   つて、 （ａ）上記第２のプロセッサ・ユニットに、上記第２の
   プロセッサ・ユニットによつて調整されつつある識別さ
   れたデータのコピーが現在上記第１のプロセッサ・ユニ
   ットの主記憶に保持されていることを示す情報を保持し
   、 （ｂ）上記複数のプロセッサ・ユニットのうちの第３の
   プロセッサ・ユニットによる上記識別されたデータを求
   める上記第２のプロセッサ・ユニットに対する要求を、
   上記第２のプロセッサ・ユニットの２次記憶へのＩ／Ｏ
   動作によつてサービスするのではなく、上記第１のプロ
   セッサ・ユニットをして上記識別されたデータのコピー
   を上記第３のプロセッサ・ユニットの主記憶へ転送させ
   ることによつてサービスする段階を有する、 データ処理システムの制御方法。
3. （３）物理メモリが接続され仮想アドレス変換機構をも
   つ複数のプロセッサを有するシステムにおいてデータに
   アクセスするための方法であつて、（ａ）上記複数のプ
   ロセッサ間で仮想アドレス空間を共有し、 （ｂ）上記複数のプロセッサによつて大域的にアドレス
   可能なデータのファイルを上記共有された仮想アドレス
   空間にマツピングし、 （ｃ）指定されたプロセッサによつて上記データのファ
   イルに対するアクセスを制御し、 （ｄ）上記指定されたプロセッサ中に、上記複数のプロ
   セッサのうちのどれに所与のデータ・オブジェクトが現
   在在駐するかに関する情報と、該プロセッサによつて所
   有されているアクセス権の状況のデータ構造を保持する
   段階を有する、 データ処理システムの制御方法。