JPH02206841A - 仮想計算機システム - 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】 〔概　要〕 一つの計算機システムで複数のオペレーティングシステ
ムおよびその配下プログラムであるＶＭゲストを切替え
稼働させるために、ＶＭゲストを時分割で切り替えるた
めのタイマ割込み機構と、該タイマ以外からの割込み要
求によりリアルタイムにＶＭゲストを切り替えるための
ＶＭリアルタイム割込み機構を備える仮想計算機システ
ムに関し、 割込み要求がなされてからこの割込み要求に対する処理
が実行されるまでに前回中断した処理の残りを実行する
ために要する時間をなくすことを目的とし、 ＶＭゲストの実行中の処理への割込み許可あるいは不許
可状態を示すマスクビットが割込みを許可しないことを
示す状態にあるときにはＶＭタイマ割込みを禁止するよ
うに構成した。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、一つの計算機システムで複数のオベレーティ
ングシステム（Ｏ８）およびその配下プログラムである
ＶＭゲストを切替え稼働させるために、ＶＭゲストを時
分割で切り替えるためのタイマ割込み機構と、該タイマ
以外からの割込み要求によりリアルタイムにＶＭゲスト
を切り替えるためのＶＭリアルタイム割込み機構を備え
る仮想計算機システムに関する。

〔従来の技術〕

近年の計算機の性能向上により仮想計算機（７Ｍ）が実
用水準に達するようになった。これに伴いＶＭの有用性
が認識され、様々な分野へのＶＭの有効利用が図られる
ようになった。

また、仮想計算機が一般利用されるようになったことか
ら、より効率よく仮想計算機を実現し、しかもオーバヘ
ッドを削減することが要求されている。

このため、ＶＭ＠御プログラムであるＶＭモニタを効率
よく動作させるためのＶＭ機構が提供されているが、オ
ンライン処理やリアルタイム処理を行うシステムにＶＭ
を適用する場合には外部事象に対する高速な割込み応答
をも実現する必要がある。

より詳細に説明すると、プロセッサシステムを動作させ
るためには一般的にオペレーティングシステム（以下、
Ｏ８１という）が用いられており、特に、限られた計算
機資源をより有効に活用するためにマルチタスク処理が
Ｏ８によって実現されている。

このマルチタスク処理は、ユーザが要求する計算機処理
（ジョブ）を一連のＣＰＵ時間を与えるべきタスクの組
合せに分割することによって、このタスクを単位として
複数のジョブを切換実行することによって実現される。

Ｏ８は、このタスクの状態を管理してＣＰＵの適切な割
当てを行なうために、主記憶上の小領域にタスクの状態
などを格納した制御ブロックをタスクごとに設けてこれ
をある順序で論理的に連結した待ち行列を作成する。

この待ち行列としては、すぐに実行可能なタスクを連結
した「実行可能待ち行列」、Ｉ１０処理が終了しないと
次に進めないタスクからなる「■１０処理待の待ち行列
」および他のタスクとの同期を要するために停止してい
るタスクからなる「同期待ち行列」などがある。

計算機処理の実行に際して、Ｏ８は「実行可能待ち行列
」から先頭の１つのタスクを取出してこのタスクにＣＰ
Ｕ時間を割当てて処理を実行させる。この実行中のタス
クがＯ８に対してＩ１０待ちを要求した場合にはそのタ
スクの実行を中断してこれを「■１０待ち行列」につな
ぐとともに、「実行可能待ち行列」から次のタスクを取
出してＣＰＵ時間を割当てる。

このように、Ｏ８は実行可能なタスクにＣＰＵ実行時間
を割当てるが、実行可能なタスクがなくなるとプログラ
ム・ステータス・ワード（以下、ＰＳＷ、という）のウ
ェイト状態ビットを“１”にしてＣＰＵにおける命令処
理を停止してこのＣＰＵを待機状態とする。もし、割込
みなどの処理すべきタスクが発生するとこのＰＳＷのウ
ェイトビットを“０”に設定して動作を再開させる。

このようなＯ８にはその処理目的などによって異なる多
くの種類のものがあり、計算機システムの使用目的に応
じた適当なＯ８が選択使用されるが、近時、複数のＯ８
およびその配下のプログラムに対して時分割でＣＰＵ資
源を割り当てる仮想計算機システム（ＶＭ機構）が実用
化されるようになった。

この時分割での割当てを行なうために、ＶＭ機構専用の
タイマ割込み機構であるＶＭタイマが用意されており、
このＶＭタイマによって例えば２０ミリ秒の一定時間間
隔で計算機に割込みが発生すると、ＣＰＵの制御は現在
実行中のＯ３およびその配下のプログラムであるＶＭゲ
ストからＶＭモニタに移される。なお、このＶＭタイマ
の割込み時間間隔は上記した２０ミリ秒に限られるもの
ではなく、当該計算機システムに最適な間隔に調節され
るものであることはいうまでもない。

更に外部事象による割込み要求に高速に応答する必要が
あるシステムでは、予めこの割込み（ＶＭリアルタイム
割込み）を処理すべきＯ８とその配下のプログラムであ
るＶＭゲストが定められており、その割込み要求が発生
した時点でこの割込みの対象となるＶＭゲストにＣＰＵ
時間が割り当てられていない場合にはＶＭタイマの割込
みを待たず即座にＶＭリアルタイム割込みを発生させて
ＶＭモニタに制御を移す機構が提供されている。

ところが、ＶＭタイマによる割込みはＶＭゲストの動作
とは無関係に上記のように一定時間間隔で行なわれるの
で、例えば上記のような高速応答が必要な外部事象に対
する応答処理を行っている最中にＶＭタイマ割込みが発
生してＣＰＵが奪われてしまうことがある。

第４図ないし第６図は上記のような仮想計算機システム
を説明するためのもので、第４図は仮想計算機システム
の本発明に関係する内部構成を示すブロック図である。

この第４図において、命令ユニットＩＵはマイクロプロ
グラムを格納しているコントロール・ストレージＣ８あ
るいは論理レジスタデータを格納したリワーク領域に使
用されているローカル・ストレージＬＳからマイクロ命
令やデータを取出して解釈し、プログラムの実行を制御
するものであり、その内部には前記のｐｓｗを格納する
ｐｓｗレジスタＰＳＷＲが設けられているが、このＰＳ
Ｗの内容については後に詳細に説明する。

記憶制御ユニッ）ＳＵはバス／メそり制御装置インター
フェイスＩＦを介して図示しないシステムバス／メモリ
制御装置に接続されており、命令ユニットＩＵからの命
令フェッチ要求や実行ユニットＥＵあるいは命令ユニッ
トＩＵからのオペランドフェッチストア要求を受けてそ
れを実行し、命令アドレスから命令コードを読出して命
令ユニットＩＵに転送したり、命令ユニットＩＵからの
オペランドアドレスを受けてオペランドを実行ユニット
ＥＵに転送し、また実行ユニットＥＵからのオペランド
などの実行結果を上記インターフェイスＩＰを経て図示
しない外部記憶装置に格納するなどの処理を行なう。

なお、上記実行ユニッ）ＥＵは演算器、シフタなどを含
んでおり、命令ユニットＩＵからのマイクロプログラム
の指示を受けて演算を実行するが、その実行のためにワ
ークレジスタＷＲが設けられている。

上記記憶制御ユニットＳＵにおけるアドレス変換での例
外発生時や実行ユニッ）ＥＵにおける演算例外発生時に
はこの例外発生を命令ユニッ）ＩＵに通知して割込みを
要求し、またバス／メモリ制御装置インターフェイスＩ
Ｆからは１１０割込み要求あるいは外部割込み要求が命
令ユニットｒＵに通知される。

一方、仮想計算機システムとして動作させるために前記
したようにＶＭゲストを時分割で選択的に動作させるた
めのＶＭタイマＶＴが設けられており、上記割込み要求
およびこのＶＭタイマＶＴからの割込み要求の命令ユニ
ッ１−ＩＵに対する割込みは第５図に示すようにＰＳＷ
の制御ビットの状態に応じて制御される。

すなわち、この第５図には命令ユニットＩＵ内に設けら
れるプログラム・ステータス・ワード・レジスタＰＳＷ
Ｒにおけるビット割当が示されており、このレジスタに
は図の下方から命令アドレス、主記憶アクセスキー、ウ
ェイトビット、例外マスク、外部マスク、Ｉ１０マスク
および動的アドレス変換機能（Ｄｙｎａｍｉ（Ａｄｄｒ
ｅｓｓ　Ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ：ＤＡＴ）を制御する
ためのビットが設けられており、これらビットはＯ８の
指示のもとに命令ユニットＩＵによって書換えられる。

前記のバス／メモリ制御装置インターフェイスＩＦから
の１１０割込み要求や外部割込み要求、記憶制御ユニッ
）ＳＵあるいは実行ユニソ１−ＥＵからの例外割込み要
求は、上記プログラム・ステータス・ワード・レジスタ
ＰＳＷＲのこれら割込みに対応して設けられてこれら割
込みが許可されている場合に“１″にセントされるビッ
トの値“０″、１１″とアンド回路ＡＩ　、　　Ａｉ　
、Ａ３によってそれぞれ論理積がとられ、その出力の論
理和をとるオア回路０を経て命令ユニット■Ｕに対して
割込み要求を行なう。

しかしながら、Ｏ８およびこのＯ８配下のブロダラムを
一定時間ごとに切換えるためのＶＭタイマＶＴからの割
込み要求については無条件で上記オア回路Ｏから命令ユ
ニッ）ＩＵに送られて割込み要求が行なわれる。

命令ユニッＩ−ＩＵがこの割込み要求を受けると、マイ
クロプログラムの制御の下で実行中の処理、例えば機械
語命令処理、割込み処理が終了した後に割込み処理プロ
グラムをその先頭から実行させ、この割込み処理プログ
ラムは割込みの原因を解析して各々の割込みの仕様に沿
った処理を行なう。

第６図（ａ）、　（ｂ）はこの命令ユニットにおける実
行中の処理と割込みとの関係を概念的に示すタイムチャ
ートであって、同図（ａ）はＶＭタイマ以外の割込みが
ない場合の動作を示しており、７Ｍゲスト１の実行中に
ＶＭタイマからの割込みがあると、−旦ＶＭモニタに戻
って次の期間に実行されるべきＯ３への切換えを行い、
この切換えが終了すると他方のＯ８の配下にあるプログ
ラムであるＶＭゲスト２の実行を開始し、以下同様にＶ
Ｍタイマからの割込みがあるたびにＶＭゲストの切換え
が行なわれる。

同図（ｂ）は優先度が高い７Ｍゲスト１が時刻１゜にお
いて太線で示したように、他からの割込みを禁止して処
理を実行しているときに時刻ｔ２で７Ｍタイマからのタ
イマ割込みが行なわれた場合の動作を示すもので、この
タイマ割込みによって７Ｍゲスト１は実行中の処理を中
断してＶＭモニタに一旦戻ってからＶＭゲスト２の処理
を行う。

このＶＭゲスト２が処理を実行している期間中の時刻ｔ
、に優先度の高い７Ｍゲスト１に外部事象が発生してＶ
￥リアルタイム割込み要求がなされると、ＶＭゲスト２
はその処理を中断してＶＭモニタにＣＰＵを渡し、この
ＶＭモニタは上記の割込み要求をした７Ｍゲスト１に時
刻ｔ４でＣＰＵを渡す。

これによってＣＰＵを得た７Ｍゲスト１はＶＭタイマか
らの割込みによって中断していた処理を実行し、この中
断していた処理を終了した時刻ｔ、から時刻ｔ、で割込
み要求されたＶＭリアルタイム割込みに対する処理を開
始する。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記のように、優先度の高いＶＭゲストが割込み禁止の
状態で処理の実行中にＶＭタイマからのタイマ割込みで
ＣＰＵ時間が奪われた場合その処理は中断され、再びそ
のＶＭゲストにＣＰＵが割り当てられたときに残りの処
理を実行することになる。

したがって、外部事象の発生からこの外部事象に基づく
割込みの処理が開始されるまでにはｔ４〜ｔ、の時間だ
け余計な待ち時間を要する。

本発明は、このように割込み要求がなされてからこの割
込み要求に対する処理が実行されるまでに前回中断した
処理の残りを実行するために要する時間をな（すことを
目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

一つの計算機システムで複数のオペレーティングシステ
ムおよびその配下プログラムであるＶＭゲストを同時に
稼働させるために、ＶＭゲストを時分割で切り替えるた
めのタイマ割込み機構と、該タイマ以外からの割込み要
求によりリアルタイムにＶＭゲストを切り替えるための
ＶＭリアルタイム割込み機構を備える仮想計算機システ
ムにおいて、ＶＭゲストの実行中の処理への割込み許可
あるいは不許可状態を示すマスクビットが割込みを許可
しないことを示す状態にあるときにはＶＭタイマ割込み
を禁止するように構成した。

〔作　用〕

第１図は本発明の原理を示す図であって、ＶＭゲストが
実行中の処理の内容に応じてセット・リセットされるマ
スクビットＭの値とＶＭタイマ機機構外らの割込み要求
との値とをアンド回路などの論理回路りによって論理演
算することによって、ＶＭタイマからの割込み要求をマ
スクビットＭの状態に応じて許可あるいは不許可にする
ようにする。

第２図（ａ）は従来の動作例として第６図（ｂｌに示し
たタイムチャートと同一のＶＭリアルタイム割込みに対
する本発明による動作例を示すタイムチャ−トであって
、動作の差異を明らかにするために第６図（ｂ）に示し
た従来の動作例を同図（ｂｌとして再掲しである。

本発明においては、ＶＭゲスト１が時刻ｔ、で割込みを
禁止する処理を開始すると同時に上記のマスクビットＭ
を例えば“Ｏ”にセットして割込み禁止状態にあること
を示す。

上記第２図（ａ）を参照して、このようにマスクビット
Ｍが“０”であるときに時刻ｔ２でＶＭタイマＴから′
１ルベルの割込み要求が到来してもアンド回路として示
した論理回路りからの出力、すなわちＣＰＵに対するＶ
Ｍタイマ割込み要求は出力されず、したがってＣＰＵは
実行中の処理を中断することなく一連の処理をその終了
まで実行し、その処理が終了したときに上記マスクビッ
トＭを“１”にセットする。

このようにマスクビットＭが“１”にセットされれば、
処理の実行中にＶＭタイマＴからのＶＭタイマ割込み要
求があった場合には上記論理回路りの出力は“１”にな
り、この出力はＣＰＵを７Ｍモニタの処理に移し、さら
にＶＭゲスト２の処理に向かわせることができる。

このようにしてＶＭゲスト２の処理実行中の時刻ｔ、に
優先度の高いＶＭゲスト１に対してＶＭリアルタイム割
込みが発生すると、ＣＰＵの処理はＶＭモニタを経てこ
のＶＭゲスト１に移ってこのＶＭリアルタイム割込みの
処理を行なうようになるが、このときにはＶＭゲスト１
の前回の割込み禁止を要する処理は終了しているので、
直ちにこのＶＭリアルタイム割込みに対する処理が実行
される。

〔実施例〕

第３図は本発明の一実施例を示すもので、ＶＭタイマ割
込み機構に付加されるＶＭタイマ割込みマスク回路を示
している。

レジスタ１は現在実行中であるＶＭゲストの番号を保持
するレジスタであり、レジスタ２はＶＭリアルタイム割
込みを処理する優先度の高いＶＭゲスト、すなわちＶＭ
タイマ割込みが保留されるＶＭゲストの番号を保持する
レジスタであり、このレジスタ１は処理するＶＭゲスト
を切換えるごとに書き換えられ、レジスタ２は高優先の
ＶＭゲスト番号が変更された場合に書き換えられる。

そして比較器３においてはこれらレジスタ１゜２の内容
について常時比較が行われるが、その−致出力“１”は
現在実行中のＶＭゲストがＶＭタイマ割込みを保留すべ
きリアルタイム割込みを処理する高優先度のものである
ことを示すものとなる。

優先度が高く、ＶＭタイマ割込みが保留されるべきＶＭ
ゲストに対応して設けられているプログラム・ステータ
ス・ワード・レジスタ（ＰＳＷＲ）４には例えば１１０
割込み、外部割込み、バス割込みなどの割込み要求の種
類にそれぞれ対応するマスクビットが設けられており、
現在実行中のＶＭゲストがＶＭタイマ割込みを許可しな
い処理に対応するマスクビットにはＯ”が、またＶＭタ
イマ割込みを許容できる種類の処理に対するマスクビッ
トには“１”がセットされる。

リアルタイム割込みマスクレジスタ５には上記ＰＳＷＲ
４のマスクビットにそれぞれ対応するとともにオペレー
タなどによってセットさ札るＶＭタイマ割込みマスクビ
ットが設けられており、このビットを“１”にセットす
ることによってＶＭタイマ割込みを保留するように設定
する。

１１０割込みを実行中にはＶＭタイマ割込みを保留する
ようにＶＭタイマ割込みマスクレジスタ５の図で左端に
示したビット５１を“１″にセントした場合を例にとっ
て具体的に説明する。

ＣＰＵが１１０割込みについての処理の実行中にはＰＳ
ＷＲ４のマスクビット４１はＯ″にセットされており、
このマスクビット４．の値が反転入力端子に供給される
アンド回路６１からは■Ｍタイマ割込みマスクレジスタ
５のマスクビット５、の“１”との論理積として“ｌ”
が出力され、オア回路７を経てこの出力はアンド回路８
の一方の入力端子に供給される。

このときＣＰＵが処理しているＶＭゲストがこのＶＭタ
イマ割込みを保留すべきＶＭゲストであれば、処理中の
ＶＭゲストの番号を保持するレジスタ１とＶＭタイマ割
込みを保留すべきＶＭゲストの番号を保持するレジスタ
２がそれぞれ格納している値は同一であるから、比較回
路Ｃからはこの一致によって“ｌ”が出力され、上記ア
ンド回路８の他方の入力端子に供給される。

したがって、このアンド回路８の反転出力端子からは“
０”が出力されてアンド回路１０を遮断状態にするので
ＶＭタイマ機構９からのタイマ割込み要求はこのアンド
回路１０によって阻止されてＣＰｔＪには供給されず、
ＶＭタイマ割込みは生じない。

ＣＰＵがこの実行中のＶＭゲストの処理を終了して他の
処理を実行し得る状態になると、この１１０割込みも許
容し得る状態になってＰＳＷＲ４のＩ１０マスクビフト
４１がｌ”になるので上記アンド回路６．の出力は“Ｏ
”となり、この“０”レベルの出力はオア回路７を経て
アンド回路８の一方の入力端子に供給される。

したがって、このアンド回路８の反転出力端子からは“
１”レベルにある出力がアンド回路１０の一方の入力端
子に供給されてこのアンド回路１０が導通状態になるの
で、ＶＭタイヌ機構ＶからのＶＭタイマ割込み要求はこ
の第２のアンド回路１０を経てＣＰＵには供給され、Ｖ
Ｍタイマ割込みが発生する。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、ＶＭゲストがＶ
Ｍタイマ割込みによって中断していた処理をＶＭリアル
タイム割込み処理の前に実行するために生じるＶＭリア
ルタイム割込み応答処理の実行の遅れを防止することが
できるので、ＶＭリアルタイム割込みに対する応答時間
を高速かつ安定に実現できるという格別な効果を達成す
ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理を示す図、 第２図は本発明による割込み処理を従来の割込み処理と
対比して示すタイムチャート、 第３図は本発明の実施例を示す図、 第４図は本発明が適用される仮想計算機システムの例を
示す図、 第５図は従来の割込み要求の制御例、 第６図は従来の割込み処理の例を示すタイムチャートで
ある。 ＶＭゲスト マスクビ・・Ｉト

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 一つの計算機システムで複数のオペレーティングシステ
   ムおよびその配下プログラムであるＶＭゲストを切替え
   稼働させるために、ＶＭゲストを時分割で切り替えるた
   めのタイマ割込み機構と、該タイマ以外からの割込み要
   求によりリアルタイムにＶＭゲストを切り替えるための
   ＶＭリアルタイム割込み機構を備える仮想計算機システ
   ムにおいて、 ＶＭゲストの実行中の処理への割込み許可あるいは不許
   可状態を示すマスクビットが割込みを許可しないことを
   示す状態にあるときにはタイマ割込みを禁止するように
   したことを特徴とする仮想計算機システム。