JPH01243155A

JPH01243155A - 仮想計算機システムにおけるチャネルパスグループ管理方式

Info

Publication number: JPH01243155A
Application number: JP63069393A
Authority: JP
Inventors: Toshiharu Tanaka; 俊治田中; Hidenori Umeno; 梅野　英典; Masatoshi Haraguchi; 原口　政敏
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1988-03-25
Filing date: 1988-03-25
Publication date: 1989-09-27

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】〔産業上の利用分野〕本発明は、仮想計算機システムに関し、特に、仮想計算
機の入出力実行に好適なチャネルパスグループ管理方式
に関する。

〔従来の技術〕

仮想計算機システム（以下ＶＭＳという）は、１台の実
計算機上で、複数のオペレーティング・システム（以下
Ｏ８という）が見掛は上回時に走行するのを可能にする
、ハードウェアとソフトウェアからなるシステムである
。これらのＯ８のそれぞれには、論理的な１台の計算機
が対応し、この論理的な計算機は仮想計算機（Ｖｉｒｔ
ｕａｌ　Ｍａｃｈｊｎｅ：以下ＶＭという）と呼ばれる
。これらＶＭに、実計算機のリソースを時分割的に分配
して、各ＶＭがあたかも実計算機を専有しているかのよ
うな環境を作り出すためのプログラムが、仮想計算機制
御プログラム（Ｖｊ、ｒｔｕａｌ　Ｍａｃｈｊ、ｎｅ　
ＣｏｎｔｒｏｌＰｒｏｇｒａｍ　：以下ＶＭＣＰという
）である。尚、ＶＭをサポートするアーキテクチャにつ
いては、（１）システム３７０エクステンプイド・アー
キテクチヤ・インタプリティブ・エキスキュージョン（
ＩＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ／３７０　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ　Ａ
ｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ：ｒｎｔ：ｅｒｐｒｅｔｊｖｅ
　Ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ　５Ａ２２−７０９５）に詳述さ
れている。

一方、特開昭５８−１．８７２８号公報ＣＩＢＭ社「デ
ータ通信実行方式」）には、チャネルと入出力制御装置
との間で入出力情報の転送時に論理的結合を行なった後
、その入出力制御装置に接続された入出力装置にサーチ
指令等を発行した場合、−旦論理的結合を切り離し、サ
ーチ成功による割込みによって再び論理的に結合すると
きに、動的に使用可能なチャネルパスを選択する機能（
以下、動的再結合と呼ぶ）が開示されている。この動的
再結合により、Ｉｌｏの応答性能を向上させることがで
きる。

この動的再結合機能がどのようにして実現されるかを、
前記公報に従って説明する。第２図にチャネルパスグル
ープを形成するためのＣＣＷである５ＨＩＤ指令２０の
形式を示す。５ＨＩＤ指令２０は、（ＡＦ）１ｓを値と
して有するコマンド・コ一ド・フィールド２１．後述す
るホストＩＤブロック２６のアドレスを格納するデータ
・アドレス・フィールド２２．オール０ヘセツトされた
フラグ・バイト・フィールド２３．未使用のバイト・フ
ィールド２４と常に１２ヘセツトされホストＩＤブロッ
ク２６のバイト長を表わす２バイトのカウントフィール
ド２５からなる。

ホストＩＤブロック２６は、ホスト・システムの識別情
報を表わす１１バイトからなるポスト識別バイト２７と
機能制御バイト２８からなる。機能制御バイト２８は、
後に説明するホスト「システム・タイプ」ビットと、使
用されない５ビツトと、装置又はその制御ユニットによ
って実行される３つのチャネルパスグループ状態設定機
能の１つを限定する通路状態フィールド２ビツトからな
る。通路状態フィールドがｏｏの場合には、アドレスさ
れた装置に関してチャネルパスをグループ化状態へ設定
することを意味し、ｏｌの場合には、指定された装置の
チャネルパスグループ中の全てのチャネルパスを非グル
ープ化状態へ設定することを意味し、１０の場合には、
アドレスされた装置に関して指定されたチャネルパスを
非グループ化状態へ設定することを意味する。

次に、前掲公報におけるチャネルパスグループの管理情
報テーブルである通路マツプについて説明する。第３図
は、計算機の構成の説明図である。

第３図に示したように、システム１は、主記憶装置３１
．ＣＰＵ３２．入出力制御装置３３．入出力装置Ｄ３４
等から構成され、主記憶機構３１と入出力装置Ｄ３４と
の間のデータ転送を行なうチャネルパスはａ及びｂの２
本ある。第４図は、通路マツプの形成の説明図である。

第４図において、左側のフローが入出力動作を表わし、
各々の入出力動作の右の表が、通路マツプ・テーブルで
ある。

通路マツプ・テーブルは、各々が１２にバイトからなる
状態記録スペースから構成される。通路マツプ・テーブ
ルは、以下のフィールドから成る。

ＩＤ（１１バイト）・・・・・・ホストＩＤブロック（
１ビツト）・・・ホスト・システム・タイプＳｘ（２ビツト）・・・・・・・・・チャネルパスＸの
状態。

００はチャネルパスＸのリセットを示し、１１はチャネルパスＸのグループ化を示し、１０はチャネルパスＸの非グループ化を示す。

ＳＤ　（２ビツト）・・・・・・・・・装置りの状態。

００はリザーブ状態でない事を示し、１１は指定されたホス１〜ヘリザーブされていることを示す。

まず、全てのチャネルパスの初期設定（３５）を行なう
と、通路マツプ・テーブルは、全て０に初期化される（
３６）。次に、主記憶装置３１上に５ＨＩＤ指令及びホ
ストＩＤブロック２６を作成して、この５ＨＩＤ指令を
実行する入出力起動命令をＣＰＵ３２が入出力装置Ｄ３
４に対してチャネルパスａを介して発行すると、システ
ム１がチャネルパスａと装置りとに関連づけられる（３
９）。その結果、チャネルパスａの状態記録スペースの
ＩＤには、５ＨＩＤ指令で指定したホスト識別バイト２
７の値である八が、Ｔビットには、Ｓ　ＨＩ　Ｄ指令の
機能制御バイト２８で指定したシステム・タイプＸが、
また、チャネルパスａの状態Ｓａにはグループ化を示す
１０が設定される。同様にして、システム１をチャネル
パスｂと装［Ｄとに関連づける（３９）と、（４０）に
示したように、チャネルパスｂの状態記録スペースには
、ＩＤ＝Ａ、Ｔ＝Ｘ、５ｂ＝１０が設定される。ここで
、ＩＤ及びＴの値は、ホストシステムで唯一つでなけれ
ばならない。例えば、システム１をチャネルパスｂと装
置りとに関連づける場合、あるいは、システム１をある
チャネルパスと装置り以外の装置Ｄ′と関連づけるとき
に、Ａ以外のホスト識別バイト２７、あるいは、Ｘ以外
のホス＼ト・システム・タイプを指定してＳ　Ｔ（Ｉ　Ｄ指令を
発行すると、この入出力は、ユニット・チエツク割込み
となり、チャネルパスグループは形成されない。チャネ
ルパスａとｂが装置りについてチャネルパスグループを
形成した後、チャネルパスｂを介して装置りをリザーブ
する（４１）と、（４２）に示したようにチャネルパス
ａ及びｂの装置状態ＳＤが、リザーブ状態を示す１］、
に各々セットされる。

次に、第５図を用いて、このようにチャネルパスグルー
プが形成されているときの前掲公報における入出力実行
方式について説明する。チャネルが、チャネルパスａ上
でＤを選択する信号を与える（４４）と、装置りがビジ
ィでなければ、ホストシステムＨと入出力装置りは、ａ
を介して通信する事ができる。これが、前掲公報で開示
された第１の技術である。それ以前の技術では、リザー
ブ■／○を実行したチャネルパスｂでしか、リザーブ中
の装置りとは通信することはできなかった。

次にサーチ指令の実行を要求（４５）すると、ホストシ
ステムＨと入出力装置りの論理的結合は、−旦切離され
る（４６）。その後、目的のレコードを発見し、チャネ
ルパスａを介する再接続の要求を行ない（４７）、該当
するチャネルがビジィのため（４８）再接続できない場
合、チャネルパスグループのシステム・タイプに従って
次の処理が実行される。

まず、システム・タイプがＯのチャネルパスグループの
場合、前掲公報以前の技術で実現されていたように、チ
ャネルパスａと接続様れているチャネルがノット・ビジ
ィの状態になった（４９）後、チャネルパスａと再接続
され、データ転送が実行される（５０）。このように、
入出力を起動したチャネルがノット・ビジィ状態になる
まで、タイプＯのチャネルパスグループでは、再結合が
抑止される。

他方、システム・タイプが１のチャネルパスグループの
場合、チャネルパスａを含むチャネルパスグループ内の
チャネルパスｂを介する再接続の要求を行ない（５１）
、チャネルがノット・ビジィならば（５２）、チャネル
パスｂを介して再接続を行ない、データ転送を行なう（
５３）。このように、前掲公報に開示された第２の技術
によればシステム・タイプ１のチャネルパスグループで
は、再接続時の空きチャネルが有効に利用されるため、
Ｉｌｏのレスポンスタイムが短縮される。

〔発明が解決しようとする課題〕

前述のように、各ＶＭ上では、オペレーティング・シス
テム（ＯＳ）が走行し、このＯ８は特権命令を発行する
ことができる。例えば、従来技術では、ＶＭ上のＩ１０
命令は、前述の文献（１）に記載されているように、ソ
フトウェアのＶＭＣＰによりシミュレーションされてい
る。シミュレーションは、ＣＰＵにおいて上記ＶＭＣＰ
プログラムを実行することにより行われるので、ＶＭＣ
ＰのＣＰＵオーバヘッドが増大し、ＶＭのＣＰＵの性能
が実計算機と比較して低下する。特に、Ｉ１０命令発行
頻度の高いジョブに対しては、著しい性能の低下を招く
ことになる。このために、ＶＭのＩｌｏに対しても、Ｖ
ＭＣＰの介入なしに、ハードウェアまたはマイクロプロ
グラムにより直接実行できるようにすることが望ましい
。それも、ＣＰＵ側と入出カプロセッサ（以下、ＩＯＰ
と呼ぶ）側との並行度ができるだけ向上するように、Ｉ
ＯＰ側に多くの処理を移行することが重要である。例え
ば、ＶＭのチャネルプログラム（チャネルコマンドワー
ド（ＣＣＷ）の実行系列）を、ホス１〜絶対アドレスよ
りなるチャネルプログラムに変換する処理（ＣＣＷ変換
処理）は、従来、ＶＭＣＰで行われているが、これを工
○Ｐ側で直接ＶＭのチャネルプロゲラ１１を実行できる
ようにすれば、上記処理を省略できる。この場合には、
ＩＯＰ側でＣＣＷ変換相当の処理を行いながら、ＶＭの
チャネルプログラムを実行していくことになるが、その
処理はＣＰＵと並行して行われるため、全体としては、
ＶＭおよびＶＭＳのＣＰＵ性能が向上する。

ところで、従来の技術では、前述の文献（１）に記載さ
れているように、ＶＭの１７０割込みも、ＶＭＣＰによ
りシミュレーションされているが、これもまたＣＰＵオ
ーバヘッドの大きな要因である。従って、できる限りＶ
ＭのＩ１０割込みも、直接ハードウェアまたはマイクロ
プログラムにより実行できるようにすることが望ましい
。特に、走行中のＶＭに属する１７０割込みは、そのＶ
Ｍの割込みマスクの制御に従い、もし割込み可能であれ
ば、そのＶＭのプレフイクスに直接反映されるようにし
、走行中ＶＭのＩ１０割込み処理プログラムに直接制御
が渡されるようにすることが望ましい。なお、上述のよ
うなＶＭのＩ１０命令およびＩ１０割込みを、ＶＭＣＰ
の介入なしにハードウェアまたはマイクロプログラムで
実行することを、Ｉ１０直接実行方式と呼ぶことにする
。入出力装置を、あるＶＭにくくりつけて専有化させた
とき、その装置を専用装置と呼ぶ。専用装置を使用する
Ｏ８は、専有光ＶＭ上のＯ８だけであるから、ＶＭ間の
装置スケジュールは不要となり、Ｉ１０直接実行方式も
、比較的サポートしやすい。

そこで、これ以降は、専用装置に対する■／○直接実行
方式を対象にする。

さて、との■／○直接実行方式においても、前述のよう
なホスト計算機のチャネルシステムが有する動的再結合
機能を、当然付加している必要がある。その理由は、Ｉ
ｌｏのレスポンスタイムを（Ｉ２）短縮する利点があるからである。前述のように、動的再
結合機能は、予め定義されたチャネルパスグループの範
囲内で実現される。このチャネルパスグループの形成を
Ｉ１０直接実行方式により行なうためには、次の点を考
慮する必要がある。

（ａ）　　前掲公報に示されているように、チャネルパ
スグループを形成するための、５ＨＩＤ指令では、１バ
イトからなる機能制御バイトと１１バイトからなるホス
ト識別バイトの合計１２バイトのホストＩＤブロックを
データとして指定する。このホスト識別バイトは、Ｏ８
のホスト形成時間等から作成されるために、ＶＭ間で異
なる。しかしながら、ホスト識別バイトは、ホストシス
テム全体で唯一つでなければならない。このため、ＶＭ
ＣＰ又は他のＶＭが既にある装置にチャネルパスグルー
プを形成した後、ＶＭ固有のホスト識別バイトを指定し
て５ＨＩＤ指令を実行しようとしても、ユニットチエツ
ク割込みが発生しチャネルパスグループは形成されない
。

（ｂ）　　前掲公報に示されているように、機能制御バ
イトには、システム・タイプの指定を行なう。このとき
「タイプＩＪのホスト実計算機上で、既に「タイプ１」
の指定によるチャネルパスグループが形成されているに
もかかわらず、「タイプＯ」のＶＭが、機能制御バイト
に「タイプＯ」の指定を行なって５ＨＩＤ指令を実行し
ようとしても、ユニットチエツク割込みとなりチャネル
パスグループは形成されない。

本発明の目的は、このような従来の問題を改善するとと
もに、ＶＭ上のＯ８がチャネルパスグループを５ＨＩＤ
指令の直接実行により、正常に形成できる手段を与える
ことである。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、本発明のチャネルパスグル
ープ管理方式では、ＶＭＣＰが形成したシステム・タイ
プ及びホスト識別バイトをＶＭ上のＯ８に通知し、Ｏ８
は、必ずこの通知されたシステム・タイプ及びホスト識
別バイトをＳ　ＨＩ　Ｄ指令のデータに指定してチャネ
ルパスグループを形成する。

〔作用〕

これにより、Ｖ　Ｍ　ＣＰ及び各ＶＭは、同一のシステ
ムタイプ及びホスｌ−Ｉ　Ｄを指定して５ＨＩＤ指令を
発行するようになる。このため、ＶＭＣＰによるシステ
ム・タイプ及びホストＩＤの変換処理が不要となり、Ｖ
Ｍの専用装置に対するチャネルパスグループの形成の工
／○を直接実行することが可能となる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を第１図を用いて説明する。第
１図において、１はＭＶＣＰの処理を、また、２はＯ８
の処理を表わしている。

まず、ＶＭＣＰは、そのＩＰＬ時に、ホスト形成時間等
からホスト識別バイトを形成し、このホスト識別バイト
とシステム・タイプから実ホス１−ＩＤブロックを作成
する（３）。また、その実ホストＩＤブロックを、主記
憶装置上のＶＭ、ＣＰの領域に格納しておく。その後、
ＶＭをディスパラチすると本発明によりＯ８は、実ホス
トＩＤブロックの要求をＶＭＣＰに対して行なう　（４
）、これは、従来よりある技術によりＶＭ−ＶＭＣＰ間
のハンドシェイク命令を用いて行なうことができる。Ｏ
８は、このハンドシェイク命令を、ＶＭＣＰが作成した
実ホストＩＤブロックを格納するＶＭの主記憶装置のア
ドレスをオペランドに指定して発行する。すると、従来
技術によりＶＭＣＰに制御が渡る。ＶＭＣＰは、ハンド
シェイク命令のオペランドにより、実ホストＩ　ｌ）ブ
ロックの通知要求であることを解析し、Ｏ８が指定した
ＶＭの主記憶装置上の領域に、ＶＭＣＰが（３）におい
て作成した実ホストＩＤブロックを格納する（５）。

その後、Ｏ８は、このＶＭＣＰから通知された実ホスト
ＩＤブロック内のシステム・タイプ及びホスト識別バイ
トを用いて５ＨＩＤ指令を実行することによりチャネル
パスグループを形成する（６）。

その後、Ｏ８が、データ転送の入出力開始命令を実行す
る（７）と、（６）においてＶＭ上のＯ８が形成したチ
ャネルパスグループにおいて動的再接続機能が有効とな
る。

このように１本発明によれば、ハードウェアの変更をと
もなうことなく、ＶＭに対しても動的再接続機能を有効
にすることができる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、チャネルパスグループ形成時に指定す
るシステム・タイプ及びホスト識別バイトを、ＶＭＣＰ
と各ＶＭ上のＯ８とで一致させ得る。従って、ＶＭのＩ
１０直接実行による専用装置へのチャネルパスグループ
の形成が可能となる。

その結果、ＶＭに対しても動的再接続機能が有効となり
Ｉ１０レスポンスタイムが短縮されるばかりでなく、Ｉ
１０直接直接様能により、ＶＭＳのＣＰＵ性能を実計算
機と同等の性能にすることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のチャネルパスグループ形成
のフローチャート、第２図は従来技術によるＳ　ＨＩ　
Ｄ指令の説明図、第３図は計算機構成の説明図、第４図
は従来技術による通路マツプ・テーブルの更新方法の説
明図、第５図は従来技術による動的再接続機能の説明図
である。１・・・ＶＭＣＰの処理、２・・Ｏ８の処理、２０・・
５ＨＩＤ指令、３１・・主記憶装置、３２・・・ＣＰＵ
、３３・・・入出力制御装置、３４・・・入出力装置。

Claims

【特許請求の範囲】

１、チャネルと入出力装置との再結合時に、予め定義さ
れたチャネルパスグループの範囲内で動的に使用可能な
チャネルパスを選択可能なチャネルシステムを有する計
算機上で稼動する仮想計算機システムにおいて、仮想計
算機制御プログラムは上記仮想計算機システム内の仮想
計算機上のオペレーティング・システムに、チャネルパ
スグループの形成時に指定するシステムタイプ及びホス
ト識別バイトを通知する手段を有し、上記オペレーティ
ング・システムは、上記通知手段により得たシステムタ
イプ及びホスト識別バイトを用いてチャネルパスグルー
プの形成を行なう事を特徴とする仮想計算機システムに
おけるチャネルパスグループ管理方式。