JPH02244239A

JPH02244239A - 計算機システム

Info

Publication number: JPH02244239A
Application number: JP1063893A
Authority: JP
Inventors: Yoshimitsu Bounou; 坊農　義光
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1989-03-17
Filing date: 1989-03-17
Publication date: 1990-09-28

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、計算機シテスムに関し、特に、多重仮想記憶
方式の計算機システムに関するものである。この計算機
システムの技術は、データ処理を行うコンピュータシス
テムにおいて、データボリューム（ファイル集合）を扱
うデータ処理に利用できる。データボリュームは、物理
ボリュームと独立して扱うことができ、ファイル処理を
伴うデータ処理を能率的に処理することができる。

〔従来の技術〕

現在の計算機システムは、はとんどが仮想記憶方式を採
用している。仮想記憶方式は、システムが実装している
主記憶装置（実記憶装置）の主記憶容量よりも大きな容
量の仮想的な記憶装置をシステムに与えるための技術で
ある。主記憶容量の制限は、プログラムの作成および保
守の効率やシステムの運用効率を低下させる。仮想記憶
方式の技術は、これに対する解決策の一つであり、主記
憶装置よりも大きな容量の論理的装置（仮想記憶装置）
を実現して、データ処理を行う、これにより、主記憶装
置の使用効率が向上する。

仮想記憶方式の計算機システムにおいても、計算機シス
テムのユーザは、物理ボリュームを意識してシステム運
用を行っている０例えば、ユーザは、プログラムにおい
てデータセットをアクセスする時、プログラムとデータ
セットを結びつけるためのジョブ制御文（ＪＣＬ）を用
意しなければならない、また、データの機密保護に関し
ては。

各々のユーザに対して利用可能なデータセットを予め定
義することにより１機密保護を行う方式を採用している
。

また、仮想化している類似の概念の仮想計算機システム
の技術においては、実計算機上における各々の仮想計算
・機構にＯ８（オペレーティングシステム）とデータセ
ットを用意して、データ処理を実行する。各々の仮想計
算機は、概念的に独立して動作するので、各々の仮想計
算機の間では、データの機密保護は容易に行える。

近年の仮想記憶方式の技術は、更に多重仮想記憶方式へ
と発展してきている。最近の大型計算機システムの最上
位のＯ８は、はとんどが多重仮想記憶方式を採用し、仮
想記憶空間を利用者のジョブ毎に与える機能をサポート
している。このように、多重仮想記憶方式の技術では、
各ジョブ毎に別々の仮想記憶空間を割り当てるため、プ
ログラムで使用できる空間は非常に大きくなる。また、
並行処理する各々のジョブに対して別々の仮想記憶空間
が割り当てられるため、原理的に処理の多重度には制限
がなくなる。アドレス変換テーブルは各仮想記憶空間ご
とに作成されるので、各々の空間の間の記憶保護も容易
に行える。

なお、このような多重仮想記憶方式に関しては、例えば
ｒ３．７５世代Ｏ８の思想と実現方法■“多重仮想記憶
の実現方法とＯ８の構造′″９日経日経エレクトロニク
スタックス１９８２年５月号、第１５３頁〜第１６１頁
」において論じられている。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところで、上述のような仮想記憶方式の計算機システム
においては、ファイル処理を行う場合に次のような制約
事項がある。すなわち、（１）プログラムからデータセ
ットをアクセスする時は、プログラムとデータセットを
結びつけるジョブ制御文が必要である。

（２）システム運用において、ユーザ単位にボリューム
を与えるためには、物理ボリュームを多数用意する必要
があり、ユーザ単位にボリュームを与えることは事実上
不可能である。

（３）仮想計算機システムによりファイル処理を行う場
合には、Ｏ８とデータセットを各仮想計算機毎に用意し
なければならないため、システムの中に同一のデータセ
ットが多数存在することになり、システム運用における
資源の使用効率が低下する。

（４）計算機システムのユーザは、効率的に任意のファ
イル処理を行うには物理ボリュームを意識した運用を行
わなければならない、このため、複雑なボリューム管理
をユーザが意識して行う必要がある。

（５）また、データセット名称の変更には、ジョブ制御
文の変更が伴う。

このように、従来の仮想記憶方式の計算機システムにお
いては、物理ボリュームの扱いは複雑な処理を伴うこと
になり、また、ＴＳＳユーザに対する機密保護、仮想計
算機システムにおけるボリューム設定の処理等は複雑な
ものとならざるを得ないという問題がある。

本発明は、上記問題点を解決するためになされたもので
ある。

本発明の第１の目的は、物理ボリュームを仮想化して容
量の制約をなくし、各ユーザ（ＴＳＳユーザ等）毎に、
データボリュームを割り当てられるようにした計算機シ
ステムを提供することにある。

本発明の第２の目的は、各々のユーザがデータボリュー
ムを扱う場合に、プログラムのアドレス空間と同様に扱
えるようにした計算機システムを提供することにある。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は１本
明細書の記述及び添付図面によって明らかになるであろ
う。

【課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明においては。

データセットおよびアドレス変換テーブルを含む仮想デ
ータセットを保持する外部記憶装置と、仮想データセッ
トのオープン時に外部記憶装置から転送されたアドレス
変換テーブルを保持する実記憶装置と、アドレス変換機
構を含む処理装置とを備え、上記処理装置はアドレス変
換機構により、仮想アドレスを実アドレスに変換してア
クセスし、仮想データセットが実記憶装置に存在しない
時、仮想データセットに対する仮想アドレスを外部記憶
装置に与えて、外部記憶装置から仮想データセットを転
送するデータ転送処理手段を含む計算機システムにおい
て、実記憶装置として、主記憶装置と、該主−記憶装置
とは別装置の拡張記憶装置を備え、アドレス変換テーブ
ルとアドレス変換機構による仮想記憶方式により実記憶
装置を仮想化することをアクセスする特実記憶装置の仮想化は、第１のアドレス変換テーブルと
アドレス変換機構による仮想記憶方式により主記憶装置
を仮想記憶装置とし、第２のアドレス変換テーブルとア
ドレス変換機構による仮想記憶方式により拡張記憶装置
を拡張仮想記憶装置とし、仮想記憶装置と拡張仮想記憶
装置との間を拡張クロスメモリサービスにより結合して
、データ処理の制御を行う。

データ処理を行う場合に、複数の仮想記憶装置を設定し
、仮想記憶装置と仮想データセットとを一致させて、プ
ログラムとデータセットとの間のアクセスを物理装置の
アクセス処理を伴わずに行い、データ処理の制御蚤行う
。

また更に、複数の拡張仮想記憶装置を設定し、拡張仮想
記憶装置をユーザ単位と一致させて、プログラムとデー
タセットとの間のアクセろを物理装置のアクセス処理を
伴わずに行い、データ処理の制御を行う。

（作用〕前記手段によれば、計算機システムは、データセットお
よびアドレス変換テーブルを含む仮想データセットを保
持する外部記憶装置と、仮想データセットのオープン時
に外部記憶装置から転送されたアドレス変換テーブルを
保持する実記憶装置と、アドレス変換機構を含む処理装
置とを備え。

更に、処理装置はアドレス変換機構により、仮想アドレ
スを実アドレスに変換してアクセスし、仮想データセッ
トが実記憶装置に存在しない時、仮想データセットに対
する仮想アドレスを外部記憶装置に与えて、外部記憶装
置から仮想データセットを転送するデータ転送処理手段
を含んで構成される。ここでの実記憶装置は、主記憶装
置と、該主記憶装置とは別装置の拡張記憶装置により構
成され、アドレス変換テーブルとアドレス変換機構によ
る仮想記憶方式により、実記憶装置が仮想化される。こ
の実記憶装置の仮想化は、主記憶装置に対して行い、主
記憶装置を仮想記憶装置とすると共に、別装置の拡張記
憶装置に対しても仮想化を行い、拡張記憶装置を拡張仮
想記憶装置とする。

これらの仮想装置はそれぞれ拡張して多重化（複数化）
すると共に、更に拡張仮想記憶装置を拡張し多重化する
。

すなわち、原理的には、本発明の計算機システムにおい
ては、仮想化した拡張仮想記憶装置に対して、更に拡張
した仮想記憶装置である仮想ステージという概念を導入
する。

仮想記憶装置は単一の仮想記憶装置から多重仮想記憶装
置へ、そして、更に複数の多重仮想記憶装置へと拡張さ
れるが、仮想ステージは拡張仮想記憶装置（多重仮想デ
ータセット空間）を更に拡張し、多重（複数）の拡張仮
想記憶装置として、各々の拡張仮想記憶装置を各ユーザ
単位に割当てるようにしたものである。そして、ユーザ
単位に割当てた１つの拡張仮想記憶装置を仮想ステージ
とする。各ユーザは、他ユーザとは独立した自分の仮想
ステージを１個（複数でも可）持つことができ、各ユー
ザに対する仮想データセット空間はそ九ぞれに独立して
扱えるため、高度な機密保護が可能となる。

これにより、本発明の計算機システムにおいては、既存
のプログラムと互換性を有しながら、ファイル処理を伴
う処理が効率よく処理できることになる。すなわち。

（１）ジョブ制御文が無くても、データセットのアクセ
スが可能となる。

（２）物理ボリュームとは独立した論理ボリューム（仮
想ステージ）をユーザ単位に割当て可能となり、各々の
ユーザの間での機密保護の完全性と運用管理が向上する
。

（３）物理データセットは、複数の仮想ステージ上にマ
ツピングされるため１重複した物理データセットは無く
なり、システム運用における資源の使用効率が向上する
。

（４）プログラムで定義する論理装置名（ＪＣＬのＤＤ
文で定義する名称；論理データセット名）が、ファイル
のカタログ（仮想データディクショナリ）中に定義でき
、カタログ上で論理装置名とデータセット名が結びつけ
られる。これにより、ジョブ制御文（ＬＣＬ）無しでシ
ステム運用が可能となる。

このように、本発明の計算機システムによれば、データ
セットに対するファイル処理を効率よく行うことができ
、システムのスループットを大幅に向上することができ
る。

〔実施例〕以下１本発明の一実施例を図面を用いて具体的に説明す
る。まず、仮想ステージの概念について説明する。

第１図は、仮想ステージの概念を説明する説明図である
。第１図において、ｌは仮想記憶装置のメモリ空間、２
は拡張仮想記憶装置の第１の仮想ステージ、３は拡張仮
想記憶装置の第２の仮想ステージである。仮想記憶装置
のメモリ空間１は、各ユーザ（プログラムＡ、プログラ
ムＢ）に対してアドレス空間が割り当てられている。こ
れらの各ユーザに対するアドレス空間（各々のプログラ
ム対応に設定される空間）が拡張仮想記憶装置の仮想ス
テージにマツピングされ１図示するように拡張仮想記憶
装置上において、それぞれに独立した仮想ステージＶＳ
ＧＩ、ＶＳＧ２となる。第１図は、仮想記憶装置におけ
る各ユーザのプログラムのアドレス空間と各仮想ステー
ジの各仮想データセット空間の関係を示している。

また、第２ａ図、第２ｂ図、第２ｃ図、第２ｄ図、およ
び第２ｅ図は、それぞれ仮想記憶装置および拡張仮想記
憶装置と仮想ステージとの関連を示す説明図である。

第２ａ図は、仮想記憶装置を単一仮想記憶装置として用
いる場合の例を示す図で゛ある。この場合、図示するよ
うに１．主記憶装置ＭＳを仮想化して拡張した仮想記憶
装置ＶＳは、単一のアドレス空間として用いられる。こ
のアドレス空間はユーザのプログラムを格納する空間と
して用いられる。

第２ｂ図は、仮想記憶装置を多重化して、多重仮想記憶
装置として用いる場合の例を示す図である。この場合に
は、図示するように、各々の仮想記憶装ｍｖｓは多重化
され、各々の仮想記憶装置ｖＳに対して、各プログラム
のアドレス空間が対応付けられて用いられる。

第２ｃ図は、多重仮想記憶装置を更に拡張し、複数の多
重仮想記憶装置として用いる場合の例を示す図である。

この場合は、図示するように、多重仮想記憶装置を複数
個にして多重化し、各々の多重仮想記憶装置（ＶＭＩ、
ＶＭ２）における各仮想記憶装置（ＶＳＩＩ、ＶＳ１２
．ＶＳ１３゜ＶＳ２１．ＶＳ２２．ＶＳ２３）に対して
、各プログラムのアドレス空間が対応付けられて用いら
れる。これにより、各々のユーザには独立したアドレス
空間が割り当てられる。

第２ｄ図は、拡張仮想記憶装置を多重化して、用いる場
合の例を示す図である。この場合には、図示するように
、仮想記憶装置のアドレス空間に対応するものとして、
仮想データセット空間（■ＤＳ空間）が設定されて用い
られる。なお、ここでの仮想データセットは、データセ
ットおよびアドレス変換テーブルとを含んで構成され、
必要に応じて外部記憶装置から読み込まれて拡張記憶装
置に格納されて、データ処理に用いられるものである。

仮想データセットは、記憶装置を拡張する仮想記憶装置
（論理装置）に対応して、仮想データセットと称するも
ので、この仮想データセットを用いてデータ処理を行う
ことにより、プログラムにおけるデータのやりとりを外
部記憶装置に対する入出力動作を伴わずに行うことがで
きる。ここでは、第２ｄ図に示すように、概念的に仮想
データセットを格納する空間を提供する拡張仮想記憶袋
ａｘｖｓは多重化され、各々の拡張仮想記憶装置ＸｖＳ
に各々の仮想データセット空間（ＶＤＳｌ、ＶＤＳ２．
ＶＤＳ３）が対応付はテ用イラれる例を示している。

また、第２ｅ図は、拡張仮想記憶装置を多重化したもの
を更に拡張し、複数の多重の拡張仮想記憶装置を設定し
て用いる場合の例を示す図である。

この場合は、図示するように、拡張仮想記憶装置を多重
化した単位を仮想ステージとし、更に複数個として複数
の仮想ステージ（ＶＳＧＩ、ＶＳＯ４）としてものであ
る、各々の仮想ステージ（■ＳＧＩ、ＶＳＧ２）におけ
る各々の拡張仮想記憶装置に対して、各仮想データセッ
ト空間（ＶＤＳｌｌ、ＶＤＳｌ２．ＶＤＳｌ３．ＶＤＳ
２１．ＶＤＳ２２．ＶＤＳ２３）が対応付けられて用い
られる。

第１図および第２ａ図〜第２ｅ図から明らがなように、
仮想ステージ（Ｖ　Ｓ　Ｇ）は拡張仮想記憶装置（ＸＶ
Ｓ）を更に拡張したものである。

仮想記憶装置（以下、ｖＳと称する）は単一仮想記憶装
置から多重仮想記憶装置へと拡張され、更に、複数の多
重仮想記憶装置！（以下、ＶＭと称する）へと拡張され
る。これに対応して、拡張仮想記憶装Ｗ（以下、ＸｖＳ
と称する）に対しても、更に拡張して、多重化したＸＶ
Ｓ　（仮想データセット空間）を仮想ステージ（以下、
ＶＳＧと称する）とする、この拡張により、多重化した
ＸｖＳに対して、各々のＸｖＳをユーザ曝位に割当てる
ことが可能となる。そして、ユーザ単位に割当てたＸｖ
ＳをＶＳＧとして、１つの管理単位としてデータ処理の
制御を行う、これにより、各々のユーザは、他のユーザ
とは独立した自分のＶＳＧを１個または複数個持つこと
ができ、各々のデータセットを各ユーザで独立して管理
できるので、高度な機密保護が可能となる。

第３図は１本発明の一実施例にかかる計算機システムに
おける仮想記憶装置Ｉ、拡張仮想記憶装置。

および物理ボリュームの間の各々の対応関係を示す図で
ある。前述のように、ＶＳＧは論理装置である。したが
って、物理装置Ｉ（外部記憶装置；磁気ディスク装置ま
たは磁気テープ装置Ｉ）からは独立している。このため
、物理装置と論理装置との間は任意に対応関係を設定す
ることが可能となる。

例えば、（物理装置）：（論理装置）＝１：ｎ、または（物理装
置）：（論理装置）＝ｎ：１の構成が可能となる。この１：ｎの構成は複数の多重仮
想記憶装置（ＶＭ）のもとでは、資源の利用効率の向上
に威力を発揮する。例えば、第３図に示すように、ＶＭ
ＩおよびＶＭ２において同一のデータセットＣが必要な
場合、それぞれＶＭＩおよびＶＭ２に対応して各々のＶ
ＳＧ上（ＶＳＧｌ、ＶＳＧ２）に同一のデータセットＣ
を展開する。しかし、この場合、物理ボリュームにはデ
ータセットＣは１個のみが設定されていればよく、例え
ば、仮想データセットとして利用する場合は、その対応
付けを示すアドレス変換テーブルのデータを設定すれば
よい、また、ｎ：１はディスクの２重書き等にも利用で
きる。例えば、ＶＳＧ上のデータセットＹは物理的には
２個の物理ボリューム上に存在していることを示してい
る。

第４図は、仮想ステージの構成要素を説明する図である
。第４図を参照して、ＶＳＧの構成要素となるデータセ
ットを説明する。ＶＳＧは論理的な概念構造である。こ
のため、ＶＳＧの構成要素のデータセットには、物理ボ
リューム、論理データセット（以下、ＬＤＳＮと称する
）、仮想データセット（以下、ＶＤＳと称する）を用い
ることができる。また１通常のデータセットを含めるこ
とも可能である。第４図に示すように、例えば、物理ボ
リューム４上におけるＶＤＳまたは通常のデータセット
（Ａ、、　Ｂ、Ｃ，Ｄ、Ｅ）が存在する場合、これに対
応してＶＳＤ空間が設定されてＶＳＧの構成要素となり
うる。また、ｘｖｓｓにおける各ＶＤＳ空間毎のデータ
セットＡ、Ｂ、Ｃ。

Ｄ、Ｅは、そのままＶＳＧの構成要素となりつる。

また、ＬＤＳＮ６はＶＳＧ上に存在するデータセットの
部分集合となっており、それぞれに対応付けを指示する
テーブルデータによって、ＶＳＧの構成要素となりうる
。この場合、各々のＬＤＳＮがユーザの扱える単位であ
り、論理装置名（ジョブ制御文で定義するＤＤ名称等）
またはデータセット名称でアクセス可能である。また、
論理装置名でアクセスする場合は、ジョブ制御文（以下
、ＪＣＬという）が不要である。

次に、本発明の一実施例にかかる計算機システムを説明
する。第５図は１本発明の一実施例にかかる計算機シス
テムのハードウェア構成を示すブロック図である。第５
図において、１０は中央処理装置（ＣＰＵ）、１２は主
記憶装置（ＭＳ）　、１３は拡張記憶装置（ＸＭＳ）　
、また、１４ａ、１４ｂは命令プロセッサ（Ｉ　Ｐ）で
・ある、１５は仮想チャネル装！　（ＶＣ８）、１Ｂは
磁気ディスク装置（Ｄ　Ｋ）、１７は磁気テープ装置（
ＭＴ）　、１８は仮想ディスク装置（ＶＤＫ）、１９は
仮想磁気テープ装＠　（ＶＭＴ）である、中央処理装置
１１１０は、主記憶装置１２にプログラムを格納し、拡
張記憶装置１３はデータセットを格納して、命令プロセ
ッサ１４ａ、１４ｂにより、データ処理を行う。中央処
理装置１０において処理されたデータセットは、場合に
よって、磁気ディスク装置１６．磁気テープ装置１７．
仮想ディスク装置１８．仮想磁気テープ装置ｉ１９等の
外部記憶装置に、仮想チャネル装置ｆ１５を介して転送
され格納される。また、外部記憶装置からのデータセッ
トは、仮想チャネル装置１５を介して中央処理袋［１０
内の主記憶装置１２に転送され格納され（展型的な従来
のＩ１０インタフェース）、または拡張記憶装置１３は
転送され格納される（仮想Ｉ１０インタフェース；拡張
チャネル機構）、この仮想チャネル装置１１５はいわゆ
る拡張されたチャネル装置となっている。なお、ここで
、外部記憶装置の仮想磁気テープ装置１１９．仮想ディ
スク装置１８は、システム構成の概念上、それぞれ通常
の磁気テープ装置１７、磁気ディスク装置１６と同様な
位置付けであるが、この例の計算機システムにおいては
、後述するように、拡張記憶装置工３を用いた仮想記憶
方式により実現している。

第６図は、第５図の計算機システムに対して仮想記憶方
式による論理的観点を加えた計算機システムのブロック
図である。仮想記憶方式を用いてアドレス空間を大きく
した論理的観点のシステム構成のブロック図となってい
る。第６図において、１０は中央処理装置、１２は主記
憶装置、１３は拡張記憶装置、１５は仮想チャネル装置
、１６は磁気ディスク装置、１７は磁気テープ装置、１
８は仮想ディスク装置、１９は仮想磁気テープ装置であ
る。これらの各々は第１図で説明した要素と同じ要素で
ある。

１１は計算機システムであり、論理的観点の処理装置を
示している。２０は仮想アドレスを実アドレスに変換す
る動的アドレス変換機構（ＤＡＴ）　、２１は動的アド
レス変換機構２０によって大きなアドレス空間を有する
仮想記憶装置（ＶＳ）である。３０は拡張仮想アドレス
を拡張実アドレスに変換する拡張動的アドレス変換機構
（ＸＤＡＴ）、３１は拡張動的アドレス変換機構３０に
よって大きなアドレス空間を有する拡張仮想記憶装置（
ＸＶＳ）である、４０は拡張２重アドレス空間機構（Ｘ
ＤＡＳ）、また、４１は拡張クロスメモリサービス（Ｘ
ＣＭＳ）である。

ＸＤＡＳ４０は、ＭＳ１２のページとＸ　Ｍ　Ｓ　１３
のページの間でデータ移動を行う機構であり、この機構
に対応する論理的観点のソフトウェアが、Ｘ０ＭＳ４１
である。Ｘ０ＭＳ４１は、ＸＶＳ３１のＶＤＳ空間とＶ
Ｓ２１のプログラム空間（アドレス空間）の間のデータ
移動を行う、なお、ＣＰＵｌ０の内には、データ処理を
行う命令プロセッサ（Ｉ　Ｐ）が備えられており、プロ
グラムの実行を行うが、第６図では図示していない。

ＶＣ８１５は、ＸＶＳ３１上の仮想データセット空間の
実体である仮想データセットＶＤＳが実際に格納されて
いるＶＤＫ１８またはＶＭＴ１９とＸＭＳ１３との間の
転送を制御する。また、ＶＣ５１５は、ＣＰＵｌ０（命
令プロセッサ）から仮想アドレスによるアクセス要求を
受けて仮想データセットＶＤＳをアクセスし、ＸＭＳ１
３上にデータの転送を行う（仮想チャネルインタフェー
ス）、更に、互換性を保つため、ＶＣ８１５には、磁気
ディスク装置１６または磁気テープ装置１７における通
常のデータセットを主記憶装置１２に転送する通常のＩ
１０インタフェースの機能も持たせである。

拡張記憶装置１３は、仮想データセットＶＤＳの選択さ
れたページが格納される記憶装置であり、命令の実行に
は利用されない、このため命令のアドレス（１６ＭＢ、
２０２Ｏ４８など）に依存しない大きな仮想空間が設定
できる。この空間を提供しているのが拡張仮想記憶装置
！！　（ＸＶＳ）３１である。ＸＶＳ３１は、仮想デー
タセットＶＤＳを格納する仮想記憶装置であり、ＶＤＳ
がオープンされると、ＸＶＳ３１上に仮想空間が開設さ
れる。この仮想空間がＶＤＳ空間である。ＸＶＳ３１上
にＶＤＳ空間が開設されると、以降、ＶＳ２１上のアド
レス空間のプログラムから移動命令によりＸＶＳ３１上
のＶＤＳ空間とデータのやりとりを行うことができる。

第６図に示すように、このアドレス空間とＶＤＳ空間を
連絡するのがＸＣＭＳ４１である。

ＸＶＳ３１上に開設するＶＤＳ空間は多重化して拡張さ
れる。各ユーザ単位で複数のＶＤＳ空間を利用可能なよ
うにするため、論理的観点の処理装置の計算機システム
１１においては、ＸＶＳ３１上における仮想データセッ
トＶＤＳが設定される単位として、仮想ステージＶＳＧ
３１ａ、３１ｂが設けられる。この仮想ステージＶＳＧ
３１ａ、３１ｂは論理的には、第６図に示すように、Ｘ
ＶＳ３１を拡張したものとなっており、複数のＸＭＳに
対応するものである。

このため、この例の計算機システムにおいては、仮想ス
テージＶＳＧ３１ａ、３１ｂを実現させるためのハード
ウェアとして、拡張記憶装［（ＸＭＳ）。

拡張二重アドレス空間機構（Ｘ、ＤＡＳ）、拡張ＤＡＴ
　（ＸＤＡＴ）、および仮想チャネル装置（ＶＤＳ）が
備えられ（第５図）、データセットとして、仮想データ
セットＶＤＳが設けられる。また、ソフトウェアとして
は、拡張クロスメモリサービス（ＸＣＭＳ）、拡張仮想
記憶装置（ｘｖＳ）、および、各々のＶＤＳを管理する
ための仮想データディクショナリ（ＶＤＤ）が備えられ
る。

すなわち、ＸｖＳはＶＤＳを格納するＶＤＳ空間を提供
する論理装置であり、ＶＤＳがオープンされると、ＸＭ
Ｓ上にＶＤＳ空間が開設される。

その後、プログラム（ｖＳのアドレス空間上に存在する
プログラム）から、例えば移動命令によりＶＤＳ空間の
データとのやりとりが可能となる。

ＶＤＳ空間上において、ページフォルトが発生するとＶ
ＤＳより当該ページを読み出す。このページ読み出し動
作はＶＣ８１５が行う。ＶＣ８１５はページフォルトの
発生したＶＤＳ空間上の仮想アドレスをＶＤＳの実アド
レス（ＣＣＨＨＲ）に変換し、ＸＭＳに転送する。この
ため、ｖＣ８はそのままの仮想アドレスでＩ１０要求が
可能となっている。ＸＤＡＴ３０は、ＸＭＳ上のページ
をＶＤＳ空間にマツピングする。ＣＰＵ１０においては
、ＸＤＡＳ４０が主記憶装置（ＭＳ）と拡張記憶装置（
ＸＭＳ）との間のデータ移動を行う。また、論理的な処
理装！１１においては、ＸＣＭＳ４１がプログラムとＶ
ＤＳ空間のデータ移動を行う、磁気ディスク装置１６に
仮想データセットＶＤＳを配置したものが、仮想磁気デ
ィスク装置（ＶＤＫ）１８であり、磁気テープ装置１７
に仮想データセットＶＤＳを配置したものが、仮想磁気
テープ装置（ＶＭＴ）である。

ＶＣ８１５は、ＶＤＫ１８．ＶＭＴ１９における仮想デ
ータセットＶＤＳをアクセスする仮想チャネルインター
フェースを持っている。仮想チャネルインターフェイス
は、チャネルコマンド（ＣＣＷ）を生成するチャネルプ
ログラム生成ファームウェア、ＸＭＳ上の空ページを管
理するＸＭＳアクセスファームウェア、ＶＤＳ用ページ
テーブル（ＰＴＶ）を更新するＰＴＶアクセスファーム
ウェア。

また、更にユーザの工０要求（仮想アドレス要求）によ
り生成するＣＣＷと別のＣＣＷを生成するキャッシュコ
マンド生成部を備えている。

ＶＤＳは、ＶＤＫ１８またはＶＭＴ１９に存在するので
、プログラムでデータ処理を実行する際のページフォル
トの発生により、ページング処理が行われ、拡張記憶装
置（ＸＭＳ）１３に格納されることになる。実体的には
仮想チャネル装置（ＶＤＳ）１５によってデータ転送が
行われて、ＸＭＳ１３に格納される。なお、通常のデー
タセットは、磁気ディスク装置または磁気テープ装置に
存在するので。

通常のチャネル装置の機能により、通常の■／○チャネ
ルインタフェースにより、データ転送が行われることに
なる。

第７図は仮想チャネル装置の動作を説明する図である。

仮想チャネル装［（ＶＤＳ）が行う拡張記憶ＩＩ！　（
ＸＭＳ）へのマツピング処理の単位はページ単位である
。また、第７図は、ＸＭＳ、ＸｖＳ、およびＶＤＳの対
応関係を示している。ＸＭＳとＸｖＳとの間の対応関係
は、ＶＤＳ用ページテーブル（ＰＴＶ）７０に示される
。すなわち、ＰＴＶ７０は、実記憶と仮想記憶のとの間
のページの対応関係を示し、具体的には、ＸＭＳ１３と
Ｘｖ３３１のページの対応を示している。ＸＶＳ３１は
仮想記憶であり、ＸＶＳ３１とＶＤＳ　（仮想データセ
ット）３２とはそれぞれのページが互いに１対１に対応
するように設定されている。ＶＤＳ３２の各々のスロッ
トが１ページに対応している。したがって、ＶＤＳ空間
のＶＤＳを対応付ける外部のページテーブルは必要とさ
れない。

次に、第７図を参照して、マツピングの処理の動作を順
を追って説明する。

■まず、ＸＭＳ上のＶＤＳ空間でページフォルトが発生
すると、ＣＰＵｌ０からＩ１０要求が発行され、仮想チ
ャネル装置に起動ｒＳＳＣＨＲＢＡｉ（Ｖ）Ｊ　　（Ｓ
ｔａｒｔ　５ｕｂ−ＣＨａｎｎｅｌ）がかけられる。

このＩ１０要求は、ＶＤＳ空間上における仮想アドレス
（ＲＢ　Ａｉ（Ｖ）　　：相対バイトアドレス）で要求
する。なお、この場合、チャネルプログラムを作成する
必要はない。

■ＶＣ３１５はＩ１０要求を受けると、ＶＣ８１５はこ
の要求に対して、ＶＤＳ−ＩＯ用チャネルプログラム生
成部によりＶＤＳのＲＢＡｉ　　（Ｖ）をアクセスする
チャネルプログラムを生成し、ＶＤＳをアクセスする。

■次に、ＶＣ８１５のＸＭＳアクセスファムウェアは、
Ｘ　Ｍ　Ｓ　１３上の空ページを探し、ＶＤＳからアク
セスした該当ページをＸＭＳに格納する。

■続いて、ＶＣ８１５のＰＴＶアクセスファームウェア
は、格納したＸＭＳの当該ページのアドレスをＰＴＶ　
（ページテーブル）にセットする。

このようにして、ＶＣ８１５は、ＶＤＳに対するアクセ
ス動作を行い、ＸＭＳに格納する処理を行い、ＸＶＳで
ページフォルトが生じた時のページング処理が遂行され
る。このため、従来、ソフトウェアで行っていたＩ１０
要求時のＣＣＷ作成の処理、ＣＣＷアドレス変換処理、
データアクセスバッファのページ固定の処理が不要とな
る。また、プログラムからＶＤＳへのＩ１０要求は仮想
アドレスの要求で良い。このため、ソフトウェアから物
理装置を独立させることが可能となる。

ＶＣ８１５は、また、キャッシュコマンド生成部を備え
ている。キャッシュコマンド生成部は、プログラムから
の■／○要求とは別に、ＶＤＳアクセス用ＣＣＷを作成
する。これにより、ＶＤＳの２重書き処理やＶＤＳから
別のＶＤＳへのコピー処理が可能となる。

ところで、ＭＳ上のアドレス空間とＸＭＳ上のＶＤＳ空
間との間のデータの移動は、ＸＣＭＳにより行われる。

このデータ移動は、ＣＰＵｌ０上では、ＭＳとＸＭＳの
間のデータ移動となり、ＸＤＡＳを介して行われること
になる。この動作を次に説明する。

第８図は、ＭＳ上のアドレス空間とＸＭＳ上のＶＤＳ空
間との間のデータの移動の動作を説明する図である。第
８図を参照して説明する。

ＣＰＵｌ０において、ＸＤＡＳ４０には、アドレス空間
をマツピングするために使用するセグメントテーブル（
ＳＴ）１２ａの先頭アドレスを保持する制御レジスタ（
ＣＲ）４０ａが備えられている。また、このレジスタと
は別のレジスタとして、ＶＤＳ空間をマツピングするた
めの仮想ページテーブル（ＰＴＶ）１３ａの先頭アドレ
スを保持する拡張制御レジスタ（ＸＣＲ）４０ｂが備え
られている。

プログラムのアドレス空間よりも大きなＶＤＳ空間を指
定するため、ＸＣＲ４０ｂはＣＲ４０ａよりも大きな値
を保持できるビット幅で構成される。ＸＤＡＳ４０は、
ＣＲ４０ａにＳＴの先頭アドレスをセットし、また同時
に、ＸＣＲ４０ｂにＰＴＶの先頭アドレスをセットする
。この同時のアドレスのセットにより、ＭＳ上のアドレ
ス空間とＸＭＳ上のＶＤＳ空間の対応アドレスを同時に
設定して、その間の対応関係を指示する。ＤＡＴ２０は
、プログラムのアドレス空間の仮想アドレスをＭＳ上の
実アドレスに変換し、また、ＸＤＡＴ３０は、仮想デー
タセットのＶＤＳ空間の仮想アドレスをＸＭＳ上の実ア
ドレスに変換するアドレス変換機構を有する。ＤＡＴ２
０およびＸＤＡＴ３０のアドレス変換機構により、ＸＤ
ＡＳ４０はＭＳ上の実アドレスとＸＭＳ上の実アドレス
を同時に指定する。これにより、仮想アドレスは実アド
レスに変換され、実体的なメモリの間の対応づけが行わ
れ、各々の空間の間のデータ移動が行われることになる
。

次に、ＸＶＳ３１のＶＤＳ空間からＶＳ２１１７）’７
ドレス空間の間のデータ移動の処理動作を、ＤＡＴ２０
とＸＤＡＴ３０のアドレス変換の動作と合せて説明する
。これらのアドレス変換動作は、基本的には、セグメン
トテーブルとページテーブルによる周知の仮想記憶方式
によるアドレス変換動作と同様である。

プログラムから与えられる移動元および移動先の仮想ア
ドレスは、命令レジスタ１０ａのオペランドフィールド
にセットされている。この移動元および移動先の仮想ア
ドレスを、それぞれ、レジスタ３０ｂおよびレジスタ２
０ｂにセットし、ＸＤＡＴ３０およびＤＡＴ２０がアド
レス変換を行う。このオペランドフィールドの仮想アド
レスは、必要に応じて周知のインデックスレジスタおよ
びペースレジスタを用いたアドレス修飾が行われる。

ＤＡＴ２０は、まず、ＣＲ４０ａにセットされているア
ドレス（ＳＴの先頭アドレス）と移動先のＶＳの仮想ア
ドレスのセグメント番号１１　ａｌｌを加算し、５Ｔ１
２ａからＰＴの先頭アドレスｉｉ　ｂ″′を求める０次
に、求めたＰＴ１２ｂの先頭アドレス＃　ｌ、　１１と
移動先のｖＳの仮想アドレスのページ番号”ｃ”を加算
し、ＰＴ１２ｂから実アドレス“ｄ　ｌｊを求めて、レ
ジスタ２０ａにセットする。

また、ＸＤＡＴ３０は、ＸＣＲ４０ｂにセットされてい
るアドレス（ＰＴＶの先頭アドレス）と移動元のＸｖＳ
上の仮想アドレスのＰＴＶ番号１′α”とを加算して、
ＰＴＶ１３ａから実アドレス゛′β″を求め、レジスタ
３０ａにセットする。

そして、ＣＰＵｌ０は、ＤＡＴ２０およびＸＤＡＴ３０
により得られた２つの実アドレスをもとに、ページのデ
ータ移動を行う、これは、論理的な観点から見れば、ア
ドレス空間とＶＤＳ空間との間ののページ移動となる。

このようなりＳのアドレス空間とＸｖＳのＶＤＳ空間と
の間のデータ移動ををサポートするソフトウェアは、拡
張クロスメモリサービスＸＣＭＳである。

すなわち、ＤＡＴ２０は、ＭＳ１２上に配置されたセグ
メントテーブル（ＳＴ）１２ａおよびページテーブル（
ＰＴ）１２ｂを参照して、アドレス変換を行う、これら
の５Ｔ１２ａおよびＰＴ１２ｂは、オペレーティングシ
ステム（ＯＳ）によって１ＭＳ上に配置される。ＸＭＳ
１３に配置されるＶＤＳ用ページテーブル（ＰＴＶ）１
３ａがＶＤＳに含まれて。

ＶＤＳのオープン時にＸＭＳ１３にロードされて配置さ
れるのとは異なる。

ＸＤＡＳ４０におけるＣＲ４０ａには、ＶＳのプログラ
ムのアドレス空間毎に異なるセグメントテーブル先頭ア
ドレスが格納される。このアドレスの値と仮想アドレの
上位ビット（セグメントアドレスフィールド）の“ａＩ
Ｉとにより、特定のセグメントテーブル１２ａの“ａｌ
ｌだけのディスプレースメントを持つエントリのページ
テーブルの先頭アドレス“ｂ　”が読み出される。次に
、このアドレス１１　ｂＩ＋で示されるページテーブル
１２ｂに対して。

移動先の仮想アドレス（ページアドレスフィールド）の
“ｃｌｌで示されるディスプレースメントを持つエント
リのアドレス“ｄ″　（実アドレス）が読み出される。

これがバイトアドレス（ページ内相対アドレス）と結合
され、レジスタ２０ａに実アドレスがセットされる。こ
の実アドレスによってＭＳへアクセスがなされる。これ
によって、プログラムはｖＳをそのままアクセスして、
処理を進めることができ、実際には実記憶のＭＳがアク
セスされてＣＰＵによるプログラムの実行がなされる仮
想記憶方式が実現される。この例における仮想データセ
ット専用の仮想記憶であるＸｖＳのアクセスには、命令
レジスタ１０ａからプログラムの実行中に発生したアク
セスしたいデータのアドレスがレジスタ３０ｂにセット
される。命令レジスタ１０ａからレジスタ３０ｂにセッ
トされる仮想アドレスも、レジスタ２０ｂにセットされ
る仮想アドレスと同様に、インデックレジスタおよびペ
ースレジスタ等による間接的にアドレス指定によって行
なわれて良い、また、命令レジスタ１０ａの対応オペラ
ンドアドレスをレジスタ２０ｂまたはレジスタ３０ｂを
どちらにセットするかは、オペレーションコートＯＰの
内容によって制御される。

ＸＤＡＳ４０の拡張制御レジスタ（ＸＣＲ）４０ｂには
、プログラムからアクセスしたいＶＤＳのページテーブ
ル（ＰＴＶ）１３ａの先頭アドレスが格納されている。

レジスタ３０ｂから仮想アドレスの上位部分″α”が読
み出され、ＰＴＶ１３ａの先頭アドレスから、α″だけ
のディスプレイスメントを持つエントリのアドレス″β
″が読み出されてレジスタ３０ａにセットされる。これ
により、レジスタ３０ａにおいて、バイトアドレスと結
合された実アドレスがセットされる。このアドレスによ
って、実記憶のＸＭＳがアクセスされる。ＸＤＡＴ３０
のアドレス変換では、ページテーブル（ＰＴＶ）のみを
用いて変換を行っているが、これはプログラムのアドレ
ス空間側のＤＡＴ２０のアドレス変換と同様に、セグメ
ントテーブルとページテーブルの２段構成のテーブルと
してもよい。

これのような動作が行なわれることで、命令レジスタ１
０ａのオペレーションコードがＭＯＶＥ命令を示してい
ると、レジスタ３０ａで示すＸＭＳのページの内容が、
レジスタ２０ａで示すＭＳのページにデータ移動される
。

これにより、ＶＳ２１上のプログラムのアドレス空間と
ＸＶＳ３１上のＶＤＳ空間との間のデータ移動が可能と
なる。このデータ移動は、実際にはＶＳ１２とＸＭＳ１
３との間のデータ移動により行われる。このようなデー
タ移動の動作により、データは、磁気ディスク装置をア
クセスするという制御を行うことなく、仮想的なデータ
セット（ＶＤＳ）にアクセスする処理により得ることが
できるので、チャネルプログラムをＭＳ上のプログラム
に用意することなく、処理を行うことができる。また。

データの高速な入手が可能となる。

ところで、通常のデータセット（ＶＳＡＭ、ＳＡＭ、Ｐ
ＡＭ等）はＶＤＳに置ぎ換えられることは既に述べたが
、通常のページデータセット（アドレス空間のページン
グ機構のための補助記憶装置上のデータセット：　ＥＰ
Ｓと称する）もＶＤＳに置き換えることが可能である。

ＭＳ上のアドレス空間のＥＰＳ管理テーブルである外部
ページテーブル（ＸＰＴＥ）は、通常の場合には、ＥＰ
Ｓをポイントしているが、これをＶＤＳ管理用のＰＴＶ
をポイントするようにすれば良い。これにより、ＥＰＳ
もＶＤＳとして統一して扱うことができ、全てのデータ
セットのインタフェースを、仮想チャネルインターフェ
イスととすることができる。

第９図は、ページデータセットを仮想データセットとす
る場合の処理例を示す図である。第９図において、ＶＳ
２１上のページγは、ＶＳ１２上にページインされてい
るが、ページδはページテーブルＰＴが無効を示してお
り、ＶＳ１２上にはページインされていないことを示し
ている。このような状態において、ページδのデータを
要求した時。

ページデータセット（ＥＰＳ）からページデータを読み
込み、ページインすることになる。この場合において１
通常は外部ページテーブル（ＸＰＴＥ）９０はページデ
ータセット（ＥＰＳ）９１をポイント（破線矢印）して
いるので、ＥＰＳ９１からＶＳ１２にページインするこ
とになる。しかし、ページデータセットを仮想データセ
ットとするため、ＸＰＴＥ９０のポインタをページδを
保持するＸ■Ｓ３１の対応ページのＰＴＶ７０のエント
リをポイントするように設定しておく。これにより、ペ
ージδのデータを要求した時、ＶＳ２１上のプログラム
のアドレス空間でページフォルトが発生した時、そのま
ま、ＸＶＳ３１上のＶＤＳ空間からデータを持ってくる
ことができる。これは、ＭＳの大きさを仮想アドレスリ
ミットから解放したことにもなる。これにより、ページ
データセット（ＥＰＳ）をＶＤＳとして、ＸＶＳ３１に
置き換えることが可能となる。ＥＰＳをＸｖＳに置き換
えることにより、全てのデータセットをＶＤＳとして、
ＸＶＳインタフェース（仮想チャネルインタフェース）
でデータの移動を行うことができる。

次に、ＶＤＳのデータ形式について説明する。

第１０ａ図および第１０ｂ図は、それぞれキー付きＶＤ
Ｓおよびキー無しＶＤＳのデータ形式を示す図である１
図示するように、ＶＤＳのデータ形式には、ＶＤＳ／Ｋ
ＳＤＳ　（キー付きＶＤＳ）とＶＤＳ／ＥＳＤＳ　（キ
ー無しＶＤＳ）がある。■Ｄ　Ｓ／　Ｋ　Ｓ　Ｄ　５３
２ａは、インデックス付データセットであり、従来のＶ
ＳＡＭ／ＫＳＤＳに相当する。データ部のレコードのキ
ーを有する。但し、インデックス部にページテーブル（
ＰＴＶ）が格納されティる。また、ＶＤＳ／ＥＳＤＳ３
２ｂは、従来のＶＳＡＭ／ＥＳＤＳに相当する。このデ
ータセットにもページテーブル（ＰＴＶ）が備えられて
いる。いずれも、一種のアドレス変換テーブルであるＶ
ＤＳ用ページテーブル（ＰＴＶ）を含んでいる。このよ
うなＶＤＳは、仮想チャネルインタフェースのサポート
によって、ユーザからはＳＡＭ、ＰＡＭ、ＶＳＡＭイン
ターフエイステ扱うことができる。

次に、ＶＣＳにおけるキャッシュコマンドについて説明
する。ＶＣ３１５の機能の中にキャッシュコマンドの機
能がある。概略は前述したが、これは、ＶＣＳにおける
キャッシュコマンド生成部を中心に行われる機能である
。

ｖＣ８自身にはチャネルプログラム生成部がある。チャ
ネルプログラム生成部は、ユーザ要求によりチャネルプ
ログラムのコマンド（オリジナルコマンド）生成する。

この時、キャッシュコマンド生成部が、更に、これとは
別のチャネルコマンド（キャッシュコマンド）を生成す
る。この時に生成されたコマンドをキャッシュコマンド
という。

ここで生成したキャッシュコマンドとオリジナルコマン
ドを組合せて、アクセス処理を行うことにより、ファイ
ルの２重書き処理やファイルのコピー処理がＣＰＵのオ
ーバヘッド無しに行うことが可能となる。このようなチ
ャネルの処理はファームウェアにより行われる。

例えば、プログラムからＶＤＳ空間に対し、入力または
出力のためのデータ移動命令が発行されると（入力の場
合はＶＤＳ空間でページフォルトが発生した時のみ）、
ＶＣＳはＶＤＳにＩ１０要求を行うオリジナルコマンド
を生成すると共に、同一ページのＩ１０要求を別のＶＤ
Ｓに対して行うキャッシュコマンドを生成する。この場
合、ＶＤＳに対するＰＴＶは共用される。これにより、
ファイルの２重書き処理、ファイルのコピー処理を１命
令で可能となる。

このようなキャッシュコマンドとオリジナルコマンドの
組合せと用途の例を、第１表に示す。また、ＶＯＳアク
セスのためのコマンドの例をＶＤＫとＶＭＴに分けて、
第２表に示す。

前述したように、この例の計算機システムはデータセッ
トを全て仮想データセット（Ｖ　Ｄ　Ｓ　）として扱う
ことができる。この各々の仮想データセット（ＶＤＳ）
を管理するための仮想データディクショナリ（ＶＤＤ）
を１次に説明する。

第１１図は、ＶＤＤの構造の一例を示す図である。第１
１図においては、ＶＤＤの構造を階層構造のデータ構造
としているが、ネットワーク構造やりレージＪナル構造
のデータ構造とすることもも可能である。他に種別のデ
ータ構造を有するようにもできる。第１１図のＶＤＤの
構造においては、１つのボックスがレコードである。シ
ステムレコード５１は複数の多重仮想記憶装置（ＶＭ）
に対応している。すなわち、ＶＭを複数個設ける場合は
、各々のＶＭ対応にそれぞれ１個のシステムレコードを
設ける。したがって、ＶＭでない単一システムでは、シ
ステムレコード５１は１個のみが設けられている。仮想
ステージレコード５２は、ユーザ対応に設ける０例えば
、ＴＳＳユーザ毎に仮想ステージレコード５２は１個ず
つ割当てることが可能である。各々の仮想ステージレコ
ード（ｖＳＧレコード）５２に対応して、１個のＶＳＧ
が存在することになる。ユーザＩＤが設定されていない
ユーザには、例えば、センターユーザ（センタ用ＶＳＧ
レコード）としてＶＳＧを割当てる。このセンターユー
ザの応用例は、現在のバッチユーザがセンタ用ボリュー
ムを利用するのに相当する。

しかし、ＶＳＧを用いる計算機システムにおいては、ユ
ーザは、ボリュームの意識′を必要としない。

したがって、このＶＳＧは、仮想のボリュームまたは論
理のボリュームと見ることもできる。ユーザからは物理
ボリュームは見えない。

仮想ステージレコード５２の下位階層には、論理データ
セットレコード５３が設けられる。論理データセットレ
コード（Ｌ　Ｄ　Ｓ　Ｎレコード）５３には、データセ
ット（ＶＤＳまたは通常のデータセット）の定義情報（
レコード長２項目定義、アクセス法等）が設けられる。

各々のＬＤＳＮレコード５３には、１個のＬＤＳＮが対
応する。ＬＤＳＮはプログラムで定義した論理装置名（
例えば、ＪＣＬで定義するＤＤ名等）と一致している。

したがって。

ＪＣＬは無しでも、データセットのアクセスが可能とな
っている。また、ＬＤＳＮレコード５３は、１個のデー
タセットに対して複数持たせることが可能であり、１個
のＬＤＳＮレコード対して複数のデータセットを持たせ
ることも可能である。このような応用は、各々のデータ
セットの連結を意味する。

そして、ＬＤＳＮがプログラムからのアクセス単位とな
っている。データセットレコード５３におけるデータセ
ットエリア５３ａには、ＶＤＳまたは通常のデータセッ
トのデータセット名称が格納される。キャッシュコマン
ドエリア５３ｂは、データセットがＶＤＳの時のみ利用
可能であり、ＶＤＳの２重書き処理やコピー処理をキャ
ッシュコマンドを利用して行う時に指定するエリアであ
る。共非区分エリア５３ｃは、共用データセット（他ユ
ーザで共用できるデータセット）であるか、非共用デー
タセット（他ユーザと共用できないデータセット）であ
るかを示すフラグが格納される。また、０６区分エリア
５３ｄは、当該データセットがオリジナルデータセット
であるか、またはコピーデータセットであるかを示すフ
ラグを格納する。ここでのコピーデータセットとはオリ
ジナルデータセットからコピーしたデータセットである
ことを意味する。物理データセットはオリジナルデータ
セットにのみ存在する。したがって、物理データセット
の削除は、オリジナルデータセットが削除された時のみ
に行われる。この区分もＶＤＳに対してのみ利用できる
。

割当てボリュームのレコードは、当該ＶＳＧに割当てる
物理ボリュームレコード５４および交代用の物理ボリュ
ーム（キャッシュコマンド用のボリューム）である交代
ボリュームレコード５５の２つのレコードから構成され
ている。割当てボリュムは、データセット割当て時、ボ
リューム指定の無い時に割り当てられるボリュームであ
る。また、指定ボリュームのレコードも、物理ボリュー
ムレコード５６および交代用の物理ボリュームの交代ボ
リュームレコード５７の２つのレコードから構成されて
いる、指定ボリュームは、データセット割当て時、割当
てボリュームに割当てず、特定ボリュームに割当てる時
に利用する（ボリューム指定有で割当てた時）。これら
の割当てボリュームおよび指定ボリュームのレコードは
、当該データセットの物理ボリュームの物理位置を示し
ている。なお、このようなレコードからなるＶＤＤのデ
ータセットもＶＤＳとすることが可能であり、ここでは
ＶＤＳで構成される。

次に、この実施例の計算機システムにおいて、仮想ステ
ージを構成する場合の一例について説明する。

第１２ａ図および第１２ｂ図は、ＶＳＧの構成の一例を
説明する図である。第１２ａ図にデータセットの構造を
示し、第１２ｂ図に対応するＶＤＤの構造を示す。

この場合のシステム構成の例は、ＶＭでない単一システ
ム構成であり、２つのユーザ（ユーザ１゜ユーザ２）が
存在する場合の例である。この場合、図示するように、
各々のユーザに対して、それぞれＶ、ＳＧを割り当て、
これをＶＳＧＩ、ＶＳＧ２とする。このシステムには、
３つの物理ボリュームＰｓ−Ｐｘ、Ｐ３が設けられてい
る。データセットは、全てＶＤＳであり、データセット
名がそれぞれＡ、Ｂ、Ｃ，Ｄ、Ｅ、Ｘとなっているデー
タセットである。また、論理データセット（ＬＤＳＮ）
は、４つのデータセット（ＬＤＳＮｌ、ＬＤＳＮユ、Ｌ
ＤＳＮ３．ＬＤＳＮ４）となっている。

それぞれのＬＤＳＮの構成は、ＬＤＳＮよ＝（Ａ。

Ｄ）、ＬＤＳＮａ＝（Ｘ）、ＬＤＳＮ、＝（Ｂ）、ＬＤ
ＳＮ４＝（Ｄ）となっている、データセット名りのデー
タは、ユーザ１用がオリジナルであるが、ユーザ１．ユ
ーザ２で共用される。ユーザ２用のものは、オリジナル
からコピーされたものである。

そして、このコピーは物理ボリュームの実体のデータを
コピーするものでは無く、仮想データディクショナリ（
ＶＤＤ）に当該エントリを登録することによりコピーが
完了し、コピーされたものと同様に扱える。このような
コピーの処理を仮想コピー（ＶＣＰＹ）という、すなわ
ち、コピーデータセットは、ｖｃｐｙの処理により得ら
れる。

また、ＬＤＳＮ□は、２つのデータセット（Ａ。

Ｄ）から構成されているが、これは論理的なデータセッ
トとしては１個に見えるが、物理的には２個のデータセ
ットからできていることを示している。データセットが
連結されている状態を示している。なお、ＶＤＤ上では
ＬＤＳＮｌ個に２個のデータセットが対応している（第
１１図）。

データセットのＡはｖＳＧｌ上には１個しか存在しない
が、物理ボリューム上には２個存在している。これはデ
ータセットの２重化を示している。

交代用のデータセット（キャッシュデータセット）は、
キャッシュコマンドによりアクセスされるデータセット
である。このため、ここではキャッシュデータセットと
も称する。ユーザからのＩ１０要求は１個のみである。

例えば、ユーザ１がデータセットＸをアクセスしたい場
合、論理データセット名のＬＤＳＮ２（［）Ｄ名等）ま
たはデータセット名のＸを指定して、アクセスすること
が可能となっている。ＬＤＳＮ２でアクセスを行う場合
にはＪＣＬが不要であり、Ｘでアクセスする場合はＪＣ
Ｌが必要である。

次に、上述のように構成したＶＳＧをデータ処理に用い
られる場合、応用に適用してその構造を変化させる必要
があるが、この場合の処理例について説明する。ＶＳＧ
の構成の変形例にもなっている。まず、データセットの
エリアを増加させる場合の処理例について説明する。

第１３ａ図および第１３ｂ図は、データセットのエリア
が増加する場合のＶＳＧの構成の変化を説明する図であ
る。第１３ａ図にデータセットの要部の構造を示し、第
１３ｂ図に対応するＶＤＤの要部の構造を示す。図示す
るように、データセットＸのエリアが増加する前には、
データセット名Ｘのデータセットが物理ボリュームＰ工
に存在していたが、データセットのエリアの増加により
、物理ボリュームＰ、にもデータセットＸのエリア増分
された。これにより、対応するＶＤＤの指定ボリューム
のレコードに物理ボリュームＰ、のレコードが増やされ
る。

次に、同一のデータセットを複数の論理データセットに
持つ場合の変形例について説明する。

第１４ａ図および第１４ｂ図は、同一のデータセットを
複数の論理データセットに持つ構成へのの変形の例を説
明する図である。第１４ａ図にデータセットの要部の構
造を示し、第１４ｂ図に対応するＶＤＤの要部の構造を
示す。これは、図示するように、１個のデータセットＸ
を複数の論理データセット（ＬＤＳＮ、、ＬＤＳＮ、）
を設ける場合の構造となっている。この構造は、複数プ
ログラムでデータを共用して使用する場合に、複数のプ
ログラムで異なる論理装置名（ＬＤＳＮ）を定義してい
る場合に有効である。例えば、プログラム１においてＬ
ＤＳＮを５ＹＳＯＯＩと定義しているとする。また、プ
ログラム２においてＬＤＳＮを５ＹＳＯ２０と定義して
いるとする。このような場合に、各プログラムで使用す
るデータセットがＸであれば、第１４ａ図および第１４
ｂ図に図示するような構造とする。このような構造をと
らない場合には、例えば、ＪＣＬのＤＤ定義文：／／５
ＹＳＯＯＩ　　　ＤＤ　　　ＤＳＮ＝Ｘ／／５ＹＳＯ２
０ＤＤ　　　ＤＳＮ＝Ｘにより区別しなれけばならず、
必然的にＪＣＬを必要とする。しかし、ＶＳＧの構造を
用いる場合には、第１４ｂ図に示すように、ＶＤＤにお
いてＬＤＳＮよ（ＳＹＳＯＯＩ）、ＬＤＳＮ、（ＳＹＳ
０２０）と定義すれば良＜、ＪＣＬ無しでデータセット
のアクセスが可能となる。

次に、複数の多重仮想記憶装置（ＶＭ）における使用例
を説明する。

第１５ａ図および第１５ｂ図は、多重仮想記憶装置での
使用例を説明する図である。第１５ａ図にデータセット
の要部の構造を示し、第１５ｂ図に対応するＶＤＤの要
部の構造を示す、このシステム構成の例は、ＶＭｌとＶ
Ｍ２が存在する場合の例である。このため、第１５ｂ図
に示すように。

ＶＤＤには、システムレコードとしてＳｌと８２を設け
る。そして、データセットＸを共通に使用するため、Ｖ
ＳＧのレコード、ＬＳＤＮのレコード等を設定する。こ
のようなシステムの構成の例は、例えば、ＩＰＬに必要
なＯＳデータセットに適用して好適なものである。

このようにＶＤＤを利用して、システムを構成するする
ことにより、データセットのバックアップ処理を含む場
合のシステム設計の概念も明確となる１例えば、ｖＳＧ
単位でバックアップ処理を行うシステムとする場合には
、ユーザの管理単位でのバックアップとなり、バックア
ップ処理方法は、ＶＳＧレコードの下にあるデータセッ
ト（ＬＤＳＮでは無い）を全てバックアップするような
システム構成とする。これにより、ユーザは物理ボリュ
ームを意識すること無く、バックアップの取得が可能と
なる。

また、物理ボリューム単位でバックアップ処理を行うシ
ステムでは、センタ管理者がバッファツクを行うシステ
ムに好適なものとなる。これは、物理ボリュームの入れ
替え等に利用される。このようなバックアップ方式では
、ＶＤＤを物理ボリューム単位に見ることで可能となる
。

第１６図および第１７図は、バックアップ処理を行う場
合に構成するＶＤＤの構造の一例の図である。それぞれ
、ＶＳＧ単位とした場合のＶＤＤの構造と、物理ボリュ
ーム単位とした場合の構造を示している。第１６図に示
すようなＶＤＤの構造は、ＶＳＧの下位に物理ボリュー
ムが位置しており、正常な構造となっているが、第１７
図に示すようなＶＤＤの構造は、ＶＳＧの上位に物理ボ
リュームが位置しており、逆転した構造となっている。

ところで、ｖＳＧは多重ＸＶＳである。また、ＸｖＳの
特徴は、データがＸＶＳ上に常駐し、プログラムとのデ
ータのやりとりは、ＸＶＳとｖＳとのデータ移動となる
ことである。このため、ＣＣＷのアドレス変換、ＩＯエ
リアのページ固定、バラバラのページに読込むプログラ
ムテクニックが不要となる。更に、ハードウェアの進歩
によるメモリの大容量化および低価格化に容易に対応で
き、システムのレスポンスとスループットを大幅に向上
させる二とができる。ＶＣＳの特徴は、Ｏ８自身をハー
ドウェア装置から独立させることができることである。

また、ＶＣ８のキャッシュコマンドを利用することによ
り、ＣＰＵオーバヘッド無しに、ファイルの２重書き処
理やファイルのコピー処理が可能となる。ＶＭＴは、磁
気テープのスプール化を可能とし、また、カートリッジ
テープやディジタルオーディオチーブレコード（ＤＡＴ
）のサポートをＯ８の変更無しに行える。

以上、説明した本実施例の計算機システムにおける要部
の要点をまとめれば、次のようになる。

すなわち、 ■ＶＤＳはデータセットを仮想記憶装置上に常駐させる
もので、プログラムと移動命令によりデータ移動が可能
となる。

■ＸＭＳはＶＤＳ空間の集合であり、アドレス空間の集
合であるＶＳとは別に設けられる。これにより、プログ
ラムとデータとを空間で分離することが可能となる。

■ＶＳＧはＸＶＳをさらに拡張し、ユーザ単位にＸＶＳ
を提供するものであり、これにより、高度な機密保護や
物理ボリュームとの分離が可能となる。

■ＸＭＳの物理格納エリアがＸＭＳで、ｖＳの物理格納
エリアであるＭＳとは別に設けている。

これにより、プログラムとデータとを物理装置上におい
ても分離することが可能となる。

■ＸＭＳにおいては、ＣＰＵによる命令の実行が行われ
ない。このため、プログラムのレジスタの大きさに依存
しない大きな容量とすることができる。

■ＸＤＡＴはＸＭＳの物理アドレスをＸＶＳの論理アド
レスにマツピングする。このため、プログラムからはい
つも論理的に見ることができる。

■ＶＣ８は、内部にＶＤＳアクセスＣＣＷ生成部、キャ
ッシュコマンド生成部、ＸＭＳアクセスファームウェア
、ＰＴＶアクセスファームウェアを有する。このため、
プログラムでＣＣＷの作成やＩ１０バッファのページ固
定とアドレス変換が不要となり、Ｉ１０スーパーバイザ
の負荷軽減と。

プログラムからのＣＣＷ作成作業が無くなる。このため
、ソフトウェアから装置を独立させることができる。

■ＸＤＡＳはＸＭＳとＭＳを結合させ、ＣＰＵが両者を
同時にアクセスするための機構である。

これにより、実質的にＭＳの容量をプログラムレジスタ
長の大きさの制限から解放させることができる。

■キャッシュコマンドを用いることにより、ファイルの
２重書き処理やファイルのコピー処理をＣＰＵのオーバ
ーヘッド無しで行うことが可能となる。

［相］ＶＭＴは、ＶＤＫのＶＤＳのバックアップのため
に利用することができ、また、磁気テープ装置のスプー
ル化が可能となる。

以上、本発明を実施例に基づき具体的に説明したが、本
発明は、前記実施例に限定されるものではなく、その要
旨を逸脱しない範囲において種々変更可能であることは
言うまでもない。

〔発明の効果〕

以上、説明したように、本発明によれば、仮想記憶方式
を拡張した計算機システムにおいて、更に仮想ステージ
というデータ処理を行う場合の制御の管理単位を導入し
、この仮想ステージを利用することにより、ファイル処
理を伴うデータ処理を効率的に行うことができる。これ
により、■ユーザ単位に仮想ステージを割当てることが
可能となり、機密保護の完全性と運用管理の向上が計れ
る。■ＶＭで重複したデータセットを必要とするが、物
理ボリューム上には、重複してデータセットを持たせる
必要が無くなる。■プログラムからデータセットをアク
セスする時、ＪＣＬが不要となるため、ユーザは物理ボ
リュームを意識しなくてよい、また、■仮想ステージの
大きさは物理ボリュームの大きさとは無関係となり、■
ボリュームを意識しない運用が可能となる。■物理装置
からの独立性が明確とすることができ、データセットの
管理を行い易くなる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、仮想ステージの概念を説明する説明図、第２ａ図、第２ｂ図、第２Ｃ図、第２ｄ図、および第２
ｅ図は、それぞれ仮想記憶装置および拡張仮想記憶装置
と仮想ステージとの関連を示す説明図、第３図は、本発明の一実施例にかかる計算機システムに
おける仮想記憶装置、拡張仮想記憶装置。および物理ボリュームの間の各々の対応関係を示す図、第４図は、仮想ステージの構成要素を説明する図、第５図は、本発明の一実施例にかかる計算機システムの
ハードウェア構成を示すブロック図、第６図は、第５図
の計算機システムに対して仮想記憶方式による論理的観
点を加えた計算機システムのブロック図、第７図は仮想チャネル装置の動作を説明する図、第８図
は、ＭＳ上のアドレス空間とＸＶＳ上のＶＤＳ空間との
間のデータの移動の動作を説明する図、第９図は、ページデータセットを仮想データセットとす
る場合の処理例を示す図。第１０ａ図および第↓ｏｂ図は、それぞれキー付きＶＤ
Ｓおよびキー無しＶＤＳのデータ形式を示す図、第１１図は、ＶＤＤの構造の一例を示す図、第１２ａ図
および第１２ｂ図は、ＶＳＧの構成の一例を説明する図
、第１３ａ図および第１３ｂ図は、データセットのエリア
が増加する場合のｖＳＧの構成の変化を説明する図、第１４ａ図および第１４ｂ図は、同一のデータセットを
複数の論理データセットに持つ構成へのの変形の例を説
明する図、第１５ａ図および第１５ｂ図は、多重仮想記憶装置での
使用例を説明する図、第１６図および第１７図は、バックアップ処理を行う場
合に構成するＶＤＤの構造の一例を図である。図中、１・・・仮想記憶装置のメモリ空間、２，３・・
・仮想ステージ、４・・・物理ボリューム、５・・・拡
張仮想記憶装置（ＸＶＳ）　、６・・・論理データセッ
ト、１０・・・中央処理装置（ＣＰＵ）、１１・・・計
算機システム、１２・・・主記憶袋！［（ＭＳ）　、　
１３・・・拡張記憶装置（ＸＭＳ）、１４ａ、１４ｂ−
・−命令プロセッサ（Ｉ　Ｐ）１５・・・仮想チャネル
装置（ＶＣ８）、１６・・・磁気ディスク装置（ＤＫ）
　、　１７・・・磁気テープ装置（ＭＴ）、１８・・仮
想ディスク装置（ＶＤＫ）、１９・・・仮想磁気テープ
装置（ＶＭＴ）、２０・・・動的アドレス変換機構（Ｄ
　Ａ　Ｔ）　、　２１−・・仮想記憶装置（Ｖ　Ｓ　）
　、　３０・・・拡張動的アドレス変換機構（ＸＤＡＴ
）、３１・・・拡張仮想記憶装置（ＸＶＳ）、３１ａ、
３１ｂ・・・仮想ステージ（ＶＳＧ）、４０・・・拡張
２重アドレス空間機構（ＸＤＡＳ）　、４１・・・拡張
クロスメモリサービス（ＸＣＭＳ）　、７Ｏ−ＶＤＳ用
ページテープＪＬ／（ＰＴＶ）。憶１ｇＪ

Claims

【特許請求の範囲】１、データセットおよびアドレス変換テーブルを含む仮
想データセットを保持する外部記憶装置と、仮想データ
セットのオープン時に外部記憶装置から転送されたアド
レス変換テーブルを保持する実記憶装置と、アドレス変
換機構を含む処理装置とを備え、上記処理装置はアドレ
ス変換機構により、仮想アドレスを実アドレスに変換し
てアクセスし、仮想データセットが実記憶装置に存在し
ない時、仮想データセットに対する仮想アドレスを外部
記憶装置に与えて、外部記憶装置から仮想データセット
を転送するデータ転送処理手段を含む計算機システムに
おいて、実記憶装置として、主記憶装置と、該主記憶装
置とは別装置の拡張記憶装置を備え、アドレス変換テー
ブルとアドレス変換機構による仮想記憶方式により実記
憶装置を仮想化することを特徴とする計算機システム。２、請求項１に記載の計算機システムにおいて、第１の
アドレス変換テーブルとアドレス変換機構による仮想記
憶方式により主記憶装置を仮想記憶装置とし、第２のア
ドレス変換テーブルとアドレス変換機構による仮想記憶
方式により拡張記憶装置を拡張仮想記憶装置とし、仮想
記憶装置と拡張仮想記憶装置との間を拡張クロスメモリ
サービスにより結合して、データ処理の制御を行うこと
を特徴とする計算機システム。３、データ処理を行う場合に、複数の仮想記憶装置を設
定し、仮想記憶装置と仮想データセットとを一致させて
、プログラムとデータセットとの間のアクセスを物理装
置のアクセス処理を伴わずに行い、データ処理の制御を
行うことを特徴とする請求項１または請求項２に記載の
計算機システム。４、更に、複数の拡張仮想記憶装置を設定し、拡張仮想
記憶装置をユーザ単位と一致させて、プログラムとデー
タセットとの間のアクセスを物理装置のアクセス処理を
伴わずに行い、データ処理の制御を行うことを特徴とす
る請求項３に記載の計算機システム。５、処理装置と外部記憶装置に接続され、処理装置から
の仮想アドレスによるデータ要求に応答して、外部記憶
装置から所定のデータを実記憶装置に格納すると共に、
実記憶装置上のアドレス変換テーブルを更新する仮想チ
ャネル装置を更に含むことを特徴とする請求項１に記載
の計算機システム。６、実記憶装置は、第１のアドレス変換テーブルを保持
する主記憶装置と、第２のアドレス変換テーブルを保持
する別装置の拡張記憶装置とを備え、アドレス変換機構
は、第１のアドレス変換テーブルを用いて、仮想アドレ
スを主記憶装置の実アドレスに変換する第１のアドレス
変換手段と、第２のアドレス変換テーブルを用いて、仮
想アドレスを拡張記憶装置の実アドレスに変換する第２
のアドレス変換手段とを含み、処理装置は仮想データセ
ットのオープン時に、外部記憶装置から転送されたアド
レス変換テーブルを、第２のアドレス変換テーブルとし
て、拡張記憶装置に格納する処理を行う処理手段を含む
ことを特徴とする請求項１に記載の計算機システム。７、第１のアドレス変換手段は、第２のアドレス変換テ
ーブルをポイントする外部テーブルを含み、要求するデ
ータが主記憶装置に存在しないとき、上記外部テーブル
のポイントに従って拡張記憶装置をアクセスする請求項
６に記載の計算機システム。８、処理装置は、拡張記憶装置と主記憶装置との間を結
合する拡張２重アドレス空間機構を備え、データ処理の
制御を、第１のアドレス変換手段による仮想記憶方式を
用いて、主記憶装置を仮想記憶装置とし、第２のアドレ
ス変換手段による仮想記憶方式を用いて、拡張記憶装置
を拡張仮想記憶装置とし、拡張仮想記憶装置と仮想記憶
装置との間を拡張クロスメモリサービスにより結合する
ことを特徴とする請求項１に記載の計算機システム。