JPH03137747A - プロセツサおよび命令実行方法 - 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、データ処理システムの複数の電子ストレーソ
媒体間における一定サイズの大きなデータ（４キロバイ
トのページなど）のコピーや移動に対するマシン命令内
の仮想アドレシング制御に関する。本発明によれば、コ
ピーの取得が、特権アクセスに限られているかどうかに
かかわらず、システムの非特権ユーザが、複数の媒体の
いずれかからでもデータのべ一ノのコピーを得ることが
できる。これは、特権フａ子媒体の選択に対するユーザ
制御をなくすとともに、ユーザがアクセスできる電子媒
体内のデータのソース・ページのコピーを取得する意向
をユーザが表現できるようにすることによって行われる
。これはまた、ソース・ページが、特権媒体から、非特
権ユーザが直接アクセスできない媒体ヘコビーされるか
どうかとは無関係に行われる。

Ｂ、従来の技術及びその課題 現在のデータ処理システムには、ＭＳ（＋ｓａｌｎｓｔ
ｏｒａｇｅ））Ｅ　Ｓ　（ｅｘｐａｎｄｅｄ　ｓｔｏｒ
ａｇｅ）など２種類以上の電子（非磁気）ストレージを
用いるものがある。これらはシステムの中で最高速の大
型ストレージ媒体である。ＭＳは、システムによって実
行された命令とデータを格納する。広く採用されている
Ｓ／３７０アーキテクチヤをベースにした代表的なコン
ピュータでは、ＭＳアドレスは２４ビットまたは３１ビ
ットであり、ＭＳの最大サイズは、それぞれ２倍ないし
２４倍、２倍ないし３１倍の範囲に限られる。ＥＳでは
、システム拳アーキテクチャによって固定されたＭＳア
ドレス・ビット数を変えることなく、ＭＳの最大サイズ
を軽く超えて、システムの高速電子ストレージのサイズ
を拡大できる。

これまでは、システム内でアクティブなデータやプログ
ラムがマシンのＭＳ限度を超えようとした場合、監視制
御プログラム（ＩＢＭ　　ＭＶＳ／３７０プログラムな
ど）が、使用頻度の低いデ−夕のページをＭＳからＤ　
Ａ　Ｓ　Ｄ　（Ｄｌｒｅｃｔ　ＡｃｃｅｓｓＤｅｖｌｃ
ｅ、ディスクやドラムなど）上の補助ストレージに移動
させてＭＳに空きをつくっていた。

ＤＡＳＤはかなり高速にはなったものの、アクセス時間
は長く、電子ストレージ（ＭＳ、ＥＳに用いられるもの
など）のアクセス時間の方がはるかに短い。

ＭＳストレーノの制約をなくしてコンピュータの電子ス
トレージを拡張するのがＥＳである。ＥＳでは、ＭＳと
同じアドレスΦビット数によってＥＳアドレス指定が行
える。

ＥＳでは、アドレス・ビット数が、ＭＳアドレス指定に
用いられるのと同じであっても、ＭＳよりもかなり大き
な容量が得られる。これは、同じ個数のアドレス指定単
位を用いて、アドレス指定単位が一般べこはバイトまた
はワードであるＭＳよりもはるかに大きな単位をアドレ
ス指定できるからである。現在、ＥＳの単位は４０９６
バイ）−ページである。したがって同じ個数のアドレス
・ビットで指定できるＥＳメモリは、ＭＳメモリの４０
９６倍である。

しかし、ページｒｌｊ位でアドレス指定されるメモリで
は、はとんどのプロゲラｌ、がバイト単位で処理を行う
ため、メモリを直接便用する処理のタイプが限定される
。たとえば、ページ・メモリは、ページ単位で構成され
たストリングをソートする場合は便利だろうが、バイト
単位で実行される普通の演算には使用できない。

ＥＳは、普通のユーザのために用意されたプロセッサ命
令に対して、アドレス指定の可能なターゲットとしては
使えない。そのため、あらゆるユーザが使用できるプロ
セッサ命令では、Ｅｓ直接アクセスを制御するストレー
ジ・キーは提供されていない。

ページ単位のメモリ（ＥＳ）に対して最もよく用いられ
る機能は、ＭＳ領域が足りないためにＭＳに保持できな
いデータをページ単位で待避させる機能である。ここで
ＥＳは、その管理下のＭＳ用ルックアサイドφキャッノ
ユとして使用できるので、データーページは、ＭＳに２
霞になったときにＤＡＳＤを検索する場合よりもはるか
に高速に検索できる。

仮想アドレシングでは、ユーザのセキュリティあるいは
インテグリテイを危うくすることなく、ＯＳ　（ｏｐｅ
ｒａｔｉｎｇ　５ｙｓｔｅ園）によって一つの物理ＭＳ
を共用できる。ユーザ会プログラムの７ドレシングは仮
想的である。アドレス空間には、プログラムの命令とデ
ータが格納され、プログラムは、アドレス空間のバイト
、ワード、およびページがストレージの中で連続してい
るかのように書き込まれる。これは、プログラミングに
都合がよいだけでなく、実ストレージを複数のユーザが
共用しながら、システムの整合性を維持することもでき
る。

プロセッサが命令を解釈する間に仮想アドレスを実アド
レスに変換するメカニズムが提供されているａ　　Ｄ　
Ａ　Ｔ　（ｄｙｎａｍｉｃ　　ａｄｄｒｅｓｓ　　ｔｒ
ａｎｓｌａｔｌｏｎ　　）と呼ばれるこのメカニズムと
特権監視制御プログラムとのインタフェースが、一連の
システム１り御テーブルであり、これによって、ある時
間に仮想ページをＭＳに置くかどうか、置く場合はＭＳ
のどのページ番フレームに置くかが指定される。仮想ペ
ージがＭＳに“バック”された場合、その［４ページは
“有効”という。他の場合は“°無効゛′である。有効
ページをアドレス指定する命令は、プロセッサによって
ＭＳからのオペランドが用いられて直接実行される。オ
ペランドが無効であれば、プロセッサは、割り込みによ
って監視制御プログラムにシグナルを出す。制御プログ
ラムは、使用できるＭＳページ・フレームを必要な仮想
ページに割り当て、ＥＳまたはＤＡＳＤユニットのペー
ジ−キャッシュからページを検索し、システム制御テー
ブルを更新して、検索され、有効になったページのステ
ータスを反映し、割り込みのががった命令の実行再開を
プロセッサに妥求する。この方法は、非特権ユーザープ
ログラムがらは見えず、そのプログラムのステップに影
習を与えない。システム制御テーブルは、特権監視制御
プログラムの制御下にあるため、仮想アドレシングによ
って、複数のユーザがＭＳを安全に共用できる。ユーザ
間に必要な分離はＤＡＴメカニズムによっテ実現される
。

ＩＢＭ　　Ｓ／３７０システムの場合、システム制御テ
ーブルは、ストレージの使用効率を考えて２つのレベル
で扱われ、それぞれセグメントｅテーブル、ページ・テ
ーブルと呼ばれる。仮想ページのステータス（有効か無
効か）は、ＰＴＥ（ｐａｇｅ　ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ
）に記述される。有効なら、それが存在するかもしれな
いＭＳアドレスと、プロセッサがそのページに対して格
納処理を行うてよいかどうかの指示が記述される。

現在のＳ／３７０アーキテクチヤの論理アドレスは、Ｍ
Ｓ仮想アドレスまたはＭＳ実アドレスである。プロセッ
サの現在のＰ　Ｓ　Ｗ　（ｐｒｏｃｅｓｓｏｒｓｔａｔ
ｕｓ　ｗｏｒｄ）のＤＡＴビットが１の状態なら、命令
のオペランドの論理アドレスはＭＳ仮想アドレスであり
、ＤＡＴビットが０ならＭＳ実アドレスである。

また、従来の処理には、ＩＢＭ　　Ｓ／３７０アーキテ
クチヤの非特権移動（コピー）命令を用いたものがある
。移動命令はすべて、ＭＳ内のデータのバイト数（可変
）を移動（コピー）するのに限られ、複数のストレージ
媒体間でデータを移動するものではない。たとえばＭ　
Ｖ　ＣＬ　（ｍｏｖｅｃｈａｒａｃｔｅｒ　ｌｏｎｇ）
命令は、バイト数（可変）をＭＳロケーシ鍔ンからＭＳ
ロケーシａンヘ移動させることができる。ＭＳロケーシ
ａンは、命令パラメータの中で、それぞれソース論理ア
ドレスおよびデスティネーション論理アドレスと指定さ
れる。

割り当てられたＭＳページにおいてアドレス指定された
バイトが見つからない場合、命令の実行に例外が発生し
、命令実行が止められ、割り込みシグナルが格納され、
特権制御プログラムが起動されて、アドレス指定された
そのバイトを持つページが割り当てられるか、または格
納された信号に応じた処置がとられる。中断された命令
の実行は、割り込みをかけられたプログラムに処理が戻
ったときに再開される。

従来の技術では、データのページの一部または多数のペ
ージをソース・ストレージ中ロケーションからデスティ
ネーシＩン拳ストレージ・ロケ−シロンへ移動するのは
、Ｓ／３７０　　ＭＶＣＬ（ｍｏｖｅ　ｃｈａｒａｃｔ
ｅｒ　ｌｏｎｇ）によってか、またはＳ／３７０　　Ｍ
　Ｖ　Ｃ（園ｏｖｅ　ｃｈａｒａｃｔｅｒ）によって行
われていた。その場合、ソース・ページについてもデス
ティネーシ日／・べ・−ジについても、ＭＳ内のアドレ
スが有効でなければならず、データを変換してＭＳ内の
ページに格納しておかなければ、命令の実行が開始され
ない。ＭＶＣＬ命令がＭＳ内で無効な仮想ページを指定
すると、プロセッサは、監視制御プログラムにシグナル
を出して、ページ変換例外を知らせ、これによってＭＶ
ＣＬ命令を持つプログラムに割り込みがかかり、制御プ
ログラムが起動された。制御プログラムは、仮想アドレ
スを変換し、ＭＳにページ・フレームを割り当て、スト
レージ階層の中のＤＡＳＤまたはＥＳから、データをＭ
Ｓのベージ拳フレームに転送していた。

つまり制御プログラムは、次のようにしてＭＶＣＬの各
ページ・フォールトに応答していた。

１、フォールトになった仮想アドレスを変換してＰＴＥ
アドレスを得る。

２、フォールトになった仮想ページに対してＭＳにペー
ジ・フレームを割り当てる・ ３．１１０またはページインを行い、ページの内容を、
割り当てられたＭＳページ・フレームにもってくる。

４、ＭＳにページの存在することが反映されるようにＰ
ＴＥのフィールドをセットしてＰＴＥを有効にする。

ＭＶＣＬ命令に対してソース・ページとデスティネーシ
ョン・ページが両方ともＭＳに存在する場合、ＭＶＣＬ
命令は、そのデータ転送を実゛行できる。その結果、デ
スティネーン鍔ン拳ベージ内の連続したロケーシヨンに
あるデータのバイトが、ソース・ページ内の連続したロ
ケーションからコピーされたデータ・バイトと置換され
るデータ・マージとなることがある。さらに、ＭＶＣＬ
命令のコピー／置換処理では、連続したページとページ
の各部の個数が一定ではない場合がある。

ここから分かるように、データ転送は３回まで必要にな
る。第１に、Ｉｌｏによってデータをソース・オペラン
ド・アドレスにあるページに置く処理、第２にＩｌｏに
よってデータをデスティネーシ鱈ン・オペランド・アド
レスにあるページに置く処理、第３にＭＶＣＬ命令に指
定されたロケーション（ページの一部など）間でのデー
タの転送である。　（本発明は、データのページがすべ
てコピーされるとき、この従来の命令に必要なデータ転
送を少なくする。） ＥＳ上のデータのページをアクセスできるようにするに
は、厳格なセキュリティ条件を課す必要がある。ＭＳか
らＥＳへ転送されたページは、使用に誤りがあればシス
テム障害を起こし得る特権プログラム・データや、パー
ソナルφデータを公開しないようないくつかの問題プロ
グラムのデータを含めて、ＭＳで実行中のすべてのプロ
グラムであり得るからである。

したがってＭＳとＥＳとの間でデータのページをコピー
していた従来のＳ／３７０命令（ページイン命令、ペー
ジアウト命令）を使うには、特権（すなわち監視）状幌
が必要がある。これは米国特許第４４７６５２４号明細
書「ページ・ストレージ制御方法とその手段（Ｐａｇｅ
　ＳｔＯｒａｇｅＣｏｎｔｒｏｌ　Ｍｅｔｈｏｄｓ　ａ
ｎｄ　ＭｅａｎｓＮの主題になっている。従来のページ
イン／ページアウト命令はアプリケーション・プログラ
ムでは使用できない。これらの命令は監視状態に限られ
、そのためシステム制御プログラムでしか使用できない
からである。

これは、アプリケーシヨン・プログラムがＥＳ媒体上の
データを直接アクセスするのを禁止するセキュリティ上
の要件による。−・方、本発明は、ＥＳに必要なセキュ
リティを維持しながら、アプリケ−シロン・プログラム
が使用できるＥＳをアクセスするための一命令を提供し
ている。さらにページイン／ページアウト命令で実行さ
れるのは、ソース・ページとデスティネーシヨン・ペー
ジをアクセスするための実アドレシングだけであるが、
本発明では仮想アドレシングが可能である。また、ペー
ジイン／ページアウト命令は、各ページ・コピー用のス
トレージ媒体を命令内のオペランド・ロケーションで指
定するが、本発明ではストレージ媒体を指定する必要は
ない（ただしこれによって異なる媒体間の転送も実際に
行える）。

欧州特許第０　２１４　８７０号明細書とこれに対応す
るオーストラリア特１作第５８４８０９号明細書（出願
番号第８２４５８／８１３号）は、ＥＭ　（ｅｘｔｅｎ
ｓｌｏｎ　ａ＋ｅｗｏｒｙ）とＭ　Ｍ　（ｍａｉｎ　ｍ
ｅｍｏｒｙ）との間でデータ・エレメントを転送する論
理アドレシングのための命令について説明している。こ
の命令のオペレージ８ン・コード（ＯＰコード）は、転
送の方向を指定し、各転送方向に別のＯＰコードが用い
られる。第１オペランド（Ｂｌ、Ｄｉ）は、ＭＭの論理
アドレスをｔ′Ｆ１定するのに用いられる。第２オペラ
ンド（Ｘ　２、Ｂ　２、Ｄ　２　）はＥＭの論理アドレ
スの指定に充てられる。ＥＭとＭＭとの間を転送される
エレメントの個数（可変）はオペランドＲ１によって指
定される。その命令はいずれも、ページ中ユニットまた
は非ページ・ユニットの個数（可変）を指定できる。こ
の欧州特許の命令のオペランドは媒体に依存するが、本
発明の命令のオペランドは媒体に依存しない。該特許の
命令は、言われているような仮想アドレシングは用いな
い。実際の仮想アドレシングでは、そのユーザが使用媒
体を指定する必要はないからである。該特許の命令のオ
ペランドにはこれが必要であるほか、異なる媒体間でデ
ータを移動する各方向に、異なるＯＰコードが充てられ
る。　（本発明では、どのオペランドによっても媒体を
指定する必要がな（、指定されたユーザの意図を命令の
実行に反映させなくてもよい。本発明の命令は、物理媒
体間の転送の方向を指定せず、どの転送方向についても
同じｏＰコードが用いられる。

８８年１１月２１日に米国で出願された第２７４０６２
号明細書は、監視プログラムのウィンドウ・マツピング
・サービスについて説明している。

これは仮想アドレス空間のＭＳまたはＥＳのページを初
期化するために、Ａ　Ｓ　（ａｕｘｌｌｌａｒｙ　Ｓｊ
ｏｒａｇｅ。

ＤＡＳＤｌ上のリニア・データ・セットの一部にページ
をマツプする。この命令は、ＭＳまたはＥＳにページ中
フレームを割り当て、割り当てられたＭＳまたはＥＳの
アドレスを、割り当てられたページ１１７Ｌ／−ムのＰ
　Ｔ　Ｅ　（ｐａｇｅ　ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ）に書
き込み、要求のあったデータをＡＳ上のりニア串データ
争セットから見つけ、そのＡＳデータを、ＭＳまたはＥ
Ｓに割り当てられたページに読み込むことによって、Ａ
Ｓ上のりニア・データ番セットの必要な箇所にマツプさ
れたページの初期化方法を完了する。アプリケーション
・プログラムがこの監視プログラム・サービスを用いる
場合、アプリケーション拳プロゲラ１１は、仮想アドレ
スを持つマツプ済みのページ、並びにＡＳデータ・セッ
ト上の開始アドレスを含めて、マツピング９パラメータ
を指定するプログラムを与えなければならない。この従
来のプログラミングの動作は、割り当てられたページが
初期化されて、アクセスされたウィンドウのデータが格
納されると終了する。ウィンドウ内のオペランドがＭＳ
において有効なことが分かると、割り込みによって監視
制御プログラムが起動される。監視制御プログラムは、
プログラミング手段を用いて、Ｅｓの所要ページを検索
し、マツピング・テーブルを更新して、ＭＳのページの
有効性を反映し、割り込みをかけた命令の実行再開をプ
ロセッサに要求する。　（一方、本発明は主として、Ｍ
ＳまたはＥＳで初期化された後のべ一）の処理に関係す
る。そのため本発明は、米国特許出願第２７４Ｏｆ３２
号の方法が終了して、初期化済みページのいくつかが同
シアドレス空間で、または他のアドレス空間へ、ＭＳか
ＥＳ内かにかかわらずコピーされた後でも適用できる。

さらに本発明では、ユーザが、使用されている各媒体（
ＭＳまたはＥＳ）を指定する必要はない。本発明では、
ページは、同じプログラムの後続する命令によって参照
されると予測されるので、ユーザが、デスティネーショ
ンｅページとしてＭＳを使うという意図を任意に表現で
きる。ただしユーザがＭＳに対する意図を表現したきき
でも、監視制御プログラムは、本発明を用いるシステム
の伏況に応じてユーザのその意図を拒否し、ページをＥ
Ｓに置くことができる。） 米国特許出願第２７４２３９号（８８年１１月２１日出
願）は、ＥＳによってしかバックされないか、あるいは
ＥＳとＡｓまたはそのいずれかによってバックされるが
、ＭＳによってバックされることはないＮ　Ｍ　Ｄ　Ｓ
　（ｎｏｎ−Ｉｓ　ｄａｔａ　５ｐａｃｅ）という新し
いタイプのアドレス空間を示している。この出願書類で
はプログラム嗜ルーチンについテ説明されている（特権
Ｏ８内にのみ存在できる）。

特権プログラムは、ＮＭＤＳタイプのアドレス空間と一
般的なアドレス空間（ＭＳ、ＥＳｌ　またはＡｓによっ
てバックされ、プログラムとデータの両方を格納する空
間）との間で、仮想アドレスを持つページを移動／コピ
ーするものと説明されている。特権プログラム・ルーチ
／１ｔｃＲＥＡＤ。

ＣＷＲＩＴＥｌ　５ＰＲＥＡＤ、　　および５ＷＲＩＴ
Ｅである。いずれも複数の命令から成っている。

これら特権プログラムは、アプリケーション・プログラ
ムに置かれたパラメータ管リスト・ルーチンによって指
定争起動できる。パラメータ［株］リスト・ルーチンは
、このルーチンを含む特権プログラムを呼び出すことに
よって、そのアプリケ−シロン・プログラムに割り込み
をかけ、呼び出されたルーチンを実行する。その後、制
御は呼び出したアプリケ−シロン・プログラムに戻る。

同出願のルーチンは、ＥＳを直接アクセスできるので、
非特権アプリケーシロン番プログラムがルーチンを直接
実行するのが防止される。さらにこの特権ルーチンは、
ＮＭＤＳとプログラム／データのアドレス空間との間で
ページを移動できるだけである。

（本発明は、従来の技術とは異なり、特権プログラムと
非特権プログラム（アプリケーション・プログラムなど
）の両方が使用できる非特権ページ・コピー命令を提供
するものである。これにより、あらゆるタイプのアドレ
ス空間において、またはそれらの間でページ・コピーを
実行でき、アドレス空間は、ＥＳ、ＡＳなど特権アクセ
スしがない媒体や、ＭＳなど特権アクセスと非特権アク
セスの両方を持つ媒体を含めて、あらゆる媒体において
バックされる。任意のアドレス空間に対するトークンは
、本発明の中で用いる場合は、任意の非特権ユーザのア
クセス・リストに置ける。特権アクセスに関するセキュ
リティ上の要件はすべて、ソース・ページとデスティネ
ーション・ページが電子ストレージに前もって割り当て
られている限り、アプリケーション・プログラムを終了
することなく維持される。本発明では、従来の技術とは
異なり、ＮＭＤＳ、データ空間、プログラム／データ・
アドレス空間など、あらゆるタイプの仮想アドレス空間
からページをコピーでき、どの媒体がソース・ページを
バックするかをユーザが意識する必要はない。また本発
明では、従来の技術とは違って、どの媒体がデスティネ
ーンヨンφページをバックするかをユーザが知らなくて
も、ＮＭＤＳ、データ空間、プログラム／データ・アド
レス空間など、あらゆるアドレス空間へページをコピー
できる。しかも、本発明では、ユーザがデスティネーシ
ョン媒体の選択を制御する必要はなく、ＭＳをデスティ
ネーション媒体とする意図を表現できる。その意味で、
本発明は斬新な特徴を備える。

ＩＢＭの大型システムに用いられる従来のキャッシュ・
バイパスは、ＣＰＵのキャッシュがデータを受信するの
を防止しない。このバイパスは単に、キャッシュ・ミス
に応して、ＭＳからフェッチされたデータを、キヤノン
ユをバイパスするバス」二のＣＰＵの実行ユニットに直
送し、同じデータをキャッシュにもコピーする。　（本
発明のキャッシュ書バイパスは、ＭＳがデスティネーシ
ョン媒体でないとき、ＭＳからフェッチされたデータま
たはＭＳに格納されたデータを、このデータがコピー動
作のキャッシュ・ミスに応じて実行ユニットに送られて
いる間にキヤノンユにコピーすることはない。） Ｃ０発明の概要及び解決課題 本発明は、非監視（非特権）状態にあるアプリケ−／ａ
ン・プログラムが、マシン命令内のオペランドの仮想ア
ドレシングを用いる新しい方法を提供するものである。

この命令では、複数の媒体のうちどれを使用するかを指
定する必要はなく、ユーザがどのバッキング媒体をアク
セスするかを知っている必要もなく、ＭＳがバッキング
媒体の一つである必要もない。その上、この命令により
、異なるバッキング媒体が、タイプの異なる物理アドレ
シングを用いることができる。

本発明の目的には、複数の電子ストレージ媒体にページ
が物理的に存在するかどうかにかかわらず、また、当該
ページに対して仮想アドレシングが初期化されていると
きに監視プログラムを介在させることなく、仮想アドレ
シングによって、仮想ソース−アドレスから仮想デステ
ィネーシ日ンΦアドレスへデータのページをコピーでき
る非特権命令を提供することも含まれる。

本発明の目的には、非特権ペーソ０コピーによってアク
セスされた仮想ページに対して仮想アドレシングがセッ
トアツプされていなかった場合に、監視プログラムによ
って迅ａ　ナページ・フォールト処理を提供することも
含まれる。

本発明の目的には、ページ・コピー操作の最中に、プロ
セッサが、電子ストレージ（媒体）にバックされていな
いページにぶつかったとき、監視プログラムによるペー
ジφフォールト処理を非特権ユーザが回避し、代わりに
ユーザ書プログラムが、後に移動されるページのほとん
どのグループまたは全グループも電子媒体にバックされ
ていなかったことが検出されることを見越して、プログ
ラミング手段による複数のページのコピーを制御プログ
ラムのサービスＯルーチンに要求できるようにすること
も含まれる。

本発明の目的には、ページ・フォールト例外を調べる条
件つき分岐命令の必要をなくすことによって、ペーソー
コピー命令を使う非特権ユーザが、迅速なページφフォ
ールト処理を任意に利用することも含まれる。

本発明の目的には、非特権ユーザが任意に、条件つき分
岐命令を使ってページ・コピー命令をフォローできるよ
うにすることも含まれる。条件つき分岐命令は、ページ
・コピー命令のどのページについても仮想アドレシング
が初期化されていなかったことによるベーン拳フォール
ト例外条件コードを調べる。

本発明の目的には、複数のストレージ媒体のうちどれが
仮想アドレスをバックするかをページ・コピー命令のユ
ーザが指示することなく、ページを仮想ソース・アドレ
スから仮想デスティネーション・アドレスヘコピーする
ページ・コピー命令を提供することも含まれる。

本発明の目的には、ページ・コピー命令の非特権ユーザ
が任意に、特権制御プログラムによってページをＭＳに
コピーするために、命令のデスティネーション・ページ
をＭＳにバックする意図を表現できるようにすることも
含まれる。

本発明の目的には、ページ・コピー命令のソース拳ペー
ジのデータがプロセッサのキャッシュにコピーされるの
を防ぐことも含まれる。

本発明の目的には、ページ・コピー命令のソース拳ペー
ジとデスティネーション・ページに対してアクセスされ
たデータが、プロセッサのキャッシュにコピーされる非
効率を防ぐ機能を提供することも含まれる。これが起こ
るのは、命令のユーザが、命令パラメータ内で、命令の
デスティネーション・ページをＭＳにコピーする意図を
表す場合に限られる。デスティネーションＰＴＥがＭＳ
媒体を選択すれば、デスティネーション・ページはＭＳ
にコピーされ、キャッシュにもコピーされる。しかしデ
スティネーションＰＴＥがＭＳ媒体を選択しなければ、
命令は、監視制御プログラムを呼び出して、デスティネ
ーションＰＴＥによる媒体選択をもう一度調べさせる。

制御プログラムは、可能なら、デスティネーション・ペ
ージをもう一度ＭＳに割り当て、ＰＴＥをそのようにセ
ットする。そこで命令の実行が再開されたとき、デステ
ィネーシ日ンΦページはＭＳとキャッシュにコピーされ
る。キャッシュが小さいときは、デスティネーション・
オペランドによってアドレスを指定されたバイトを含む
キャッシュｅデータ拳ユニットだけはキャッシュにコピ
ーでき、ページの残りはそのときキャッシュにはコピー
されない。

本発明の目的には、ＭＳに格納されたＥＳストレージ・
キーを使うことによって、ＥＳベージに対するアクセス
制御チエツク機能を提供することも含まれる。（各プロ
セッサのハードウェアーキー・アレイに格納されたＭＳ
ストレージ・キーを用いる、ＭＳページに対する従来の
アクセス防止チエツク機能も残る。） 本発明の目的には、各ＰＴＥが指し示すＥＳストレージ
・キーを使用することによって、ＥＳページへのアクセ
スをすべて防止することも含まれる。

本発明の目的には、ＥＳＳページＰＴＥに関係し、ＭＳ
に位置するＸＰＴＥ（ｅｘｔｅｒｎａｌ　　ｐａｇｅｔ
ａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ）にＥＳストレージ◆キーを置く
ことによって、ページ移動命令によるＥＳページへの各
アクセスに対してプロテクト・チエツク機能を提供する
ことも含まれる。

本発明の目的には、データ処理システムのＥＳ内の物理
ページ・フレームによってバ、りされた仮想アドレスの
アドレス変換を提供することも含まれる。

本発明の目的には、ページに対してＭＳに格納されたＰ
ＴＥとともに、参照と変更の制御フィールドを格納する
ことによって、ＥＳ内のページに対する参照と変更の指
示を格納することも含まれる。

本発明の目的には、他のプロセッサがページ・コピー動
作に介入するのを防ぐために、ページ・コピー命令がＭ
　Ｐ　（ｍｕｌｔｉｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）システムのプ
ロセッサによって実行されている間に、ページ・コピー
命令の仮想ページ・オペランドに対する物理媒体の使用
と割り当てにロックをかけることも含まれる。

本発明の目的には、ページ・コピー命令のＥＳデスティ
ネーション・ページまたはＭＳかＥＳのソース舎ページ
に対してアクセスされたデータがプロセッサのハードウ
ェア・キャッシュにコピーされるのを防ぐことも含まれ
る。ただし、命令のパラメータに、デスティネーション
・ページをＭＳに置くユーザの意図が指示されている場
合には、ＭＳデスティネーシヨンΦページのデータはプ
ロセッサのキャッシュに置かれる。

本発明の目的には、ＥＳ内で有効なＰＴＥによってｔ旨
示されたＥＳブロックをアクセスするＭＶＰＧ（ｍｏｖ
ｅ　　ｐａｇｅ）　　命令を実行するとき、プロセッサ
によって保持される該ＰＴＥのそれぞれにロック拳フィ
ールド（Ｌ）を提供することも含まれる。その結果、　
（他の目的に使用するためにＥＳブロックをＰＴＥから
除外しようとする）制御プロクラムは、ＥＳブロックが
現在使用されていない（Ｌ＝Ｏ）ことをアトミックに判
定し、その場合には、ＥＳ内で有効なビットをオフにセ
ットして（ｖ＝０をセットして）、ページがＥＳ内で無
効と指示するＳ／３７０のコンベア・スワップ命令を実
行することによって、ＥＳ内で有効なＰＴＥの無効化が
効率よく行える。

本発明の目的には、異なるプロセッサが同じページを同
時に変更した場合に生じ得るエラーを防ぐために、ＭＳ
システム内の、同じページが関係する複数のページ移動
命令が直列に実行されるように、各ＰＴＥにＥＳロック
・フィールドを提供することも含まれる。

本発明の目的には、どのプロセッサもＰＴＥを使用して
いないときに、ＥＳロック・フィールドを誤ってオン状
態にセットしているＰＴＥを検出するために監視制御プ
ログラムを使用することも含まれる。

本発明の目的には、ＰＴＥ内のＥＳ有効ビットを無効に
するときに、ＰＴＥ内の口、り・ビットを非活動化する
特権命令を提供することも含まれる。このときＰＴＥは
、非特権ページ移動命令によって使用できる。

本発明の目的には、Ｓ／３７０　３１Ｅ（ｓｔａｒｔＩ
ｎｔｅｒｐｒｅｔｌｖｅ　ｅｘｅｃｕｔｌｏｎ）命令下
のＩＥモードで実行中のプロセッサによってＭＶＰＧ命
令が実行されるとき、該命令のシミュレーンａンを高速
化することも含まれる。

本発明の目的には、アドレス指定されたＰＴＥに指示さ
れたＥＳベージを！！１（効にするＩＥＳＢＥ（Ｉｎｖ
ａｌｌｄａｔｅ　ＥＳ　ｂｌｏｃｋ　ｅｎｔｒｙ）命令
を提供することも含まれる。ＩＥＳＢＥ命令は、ＭＶＰ
Ｇ命令によってアクセスされたＰＴＥにおいて、エラー
があると予測されるロックｅビットがＬ＝１にセットさ
れているためにＭＶＰＧ命令が実行できないときに使用
できる。ＩＥＳＢＥ命令は、監視制御プログラムがこの
状嘘を処理するのに使用できる特権命令である。

本発明は、非特権プログラムが仮想アドレシングを用い
て、二つの異なる仮想アドレス空間の間で、または同じ
仮想アドレス空間内でデータの単位ページをコピー（移
動）できるようにする非特権ＣＰＵ命令を提供するもの
である。その場合、仮想ページの移動（コピー）は、Ｍ
Ｓ内か、ＥＳ内か、またはＥＳとＭＳとの間でいずれか
の方向での、ソース・ページからデスティネーシヨンψ
ページへの物理的なデータ会コピーを伴う。ソース・ペ
ージとデスティネーシ四ン・ページの仮想アドレスが、
許容媒体において有効とあらかじめ判定されているとき
は、これらのページの移動のいずれに対しても特権プロ
グラムが介入することはない。

ページ移動命令を実行するＣＰＵはキャッシュを持つこ
とができる。本発明では、ＥＳ内またはＥＳヘコピーさ
れたべ一ノのデータをキヤノンユが受信することのない
ように、キャッシュ争バイパスを選択的にアクティブに
することができ、データのページがＭＳ内かまたはＭＳ
Ｓココーされたときには、キャッシュ・バイパスをアク
ティブにすることができる。ＥＳからのデータをキャッ
シュに置くのを許可すれば、プロセッサが使用する可能
性のある既存のキャッシュ・データが（キャッシュＬＲ
Ｕ制御によって）除外されることがある。このＥＳ／Ｍ
Ｓキャッシュ・バイパス制御により、　（プロセッサで
は処理できない）ＥＳデータをキャッシュで受払し、プ
ロセッサが使用する可能性のあるキャッシュ・データを
追い出せるようにした場合に生じ得るキャッシュ・ミス
が少なくなり、プロセッサの効率が向上する。

ただし、状況によっては、ＭＳにコピーされたページが
、本発明のページ移動命令に続く命令によってすぐ処理
される可能性はがなり大きい。

ページ移動命令は、同じ仮想アドレス空間または異なる
仮想アドレス空間において仮世ロケーシ日ンから仮想ロ
ケーシリンヘデータのページをコピーする。ソース・ペ
ージおよびデステイネーシヨン・ページの実際の物理ロ
ケーンヨンは、股には、本発明のユーザには関係しない
。またページ移動の方向もユーザとは関係ない。ユーザ
に関係するのは、ページ移動の仮想方向だけだからであ
る。このように、ユーザが物理的な知識を持たないとき
、システムの使用に関して高度なセキュリティが得られ
る。これは、システムが、データの物理ロケ−シリンを
知らないユーザによっては破壊されないデータに対して
、アクセス規則を適用できるからである。その結果、コ
ピーされたページの物理ロケーションを知っているのは
、システムの監視制御プログラムだけとなる。

ただし、本発明では、ページ移動命令のユーザが、コピ
ーされたページを受ける物理媒体としてＭＳを充てる意
向を監視プログラムに伝えるこ七ができる。これによっ
てシステム効率を上げることができる。一方、本発明で
は、ページ移動命令のユーザが、ソース令ページをどの
物理媒体に格納するかの意図を表現することはできない
。ソース・ページをどうするとの意図があってもシステ
ム効率は向上せず、ユーザは一般には、ソース・ページ
がどの物理媒体に存在するかを関知しないからである。

ページ移動命令には、　（論理アドレシングはこの命令
でサポートされるので、仮想アドレスに代えて）ＭＳの
実アドレスを使用できるが、非特権命令ではＥＳの実ア
ドレスを使用できないということを理解しておく必要が
ある。ＥＳ実アドレスを使用できるのは、　（監視制御
プログラムが使用する）特権命令だけである。よって本
発明は、（非特権命令しか使用しない）アプリケーショ
ン争プログラムが、ページ移動命令にＥＳ実アドレスを
使用するのを防ぐ機能を提供している。

セキュリティは、ＭＶＰＧ命令により、ＥＳに対する仮
想アドレシングをアプリケージリン・プログラムのユー
ザにだけ許可することによって大幅に向上する。ユーザ
は、ソース・ページまたはデスティネーシヨン鴫ページ
用の媒体を知る必要はない。仮想アドレスを知っている
だけでよい。

そしてアプリケ−ジーン・プログラム・ユーザは、変換
されたアドレスを知ることは許可されず、これは、アプ
リケージ鐸ン・プログラム・ユーザは使用できない特権
命令によって観察できるだけである。

これに対して、米国特許第４４７８５２４号明細書（Ｂ
ｒｏｖｎ他）に説明があり、ＩＢＭ　　Ｓ／３７０アー
キテクチヤに採用された従来のページイン／ページアウ
ト命令は、アプリケージジン拳プログラムがＥＳとＭＳ
との間でデータのページをコピーするとき使用できない
。このページイン／ページアウト命令は、特権命令であ
って、これを使用できるのは、Ｏ８１制御プログラム、
ハイパーバイザなどの監視プログラムだけだからである
。これは、従来のページイン／ベージアウト命令が、Ｍ
ＳとＥＳとの間でデータのべ一ノをコピーするためには
、ＥＳベージの実アドレス（アプリケ−７０ン・プログ
ラム会ユーザには与えられない）を指定しなければなら
ないことによる。

セキュリティの観点から、ＥＳのアクセスは特権プログ
ラムだけに許可される。

したがって、アプリケージ１ン・プログラムがＭＶＰＧ
命令を使用できるようにするには、ユーザの知識がなく
、ＭＶＰＧのユーザ・インタフェースにとって明らかで
はないＭＶＰＧ命令に必要な監視制御機能を、プロセッ
サのハードウェアのマイクロコード・インタフェースに
認識させればよい。これにより、ユーザが、ＭＶＰＧ命
令に伴うシステム監視状態のセキュリティに影響を与え
る可能性がな（なる。

ＭＶＰＧ命令は、ページを実際に移動させるのではなく
、指定された第２オペランドｅロケ−シーン（あるアド
レス空間の仮想アドレスであり得る）から、指定された
第１オペランド・ロケーシーン（別のアドレス空間の仮
想アドレスであり得ル）へページをコピーするものであ
る。第２０ケージ日ンのページ（ソース・ペーノ七いつ
）ハ、ＭＶＰＧ命令の実行によって変更されない。しか
し第１０ケージａンのページ（デスティネーションａペ
ーノという）は、デスティネーション・ページに存在し
ていたかもしれないデータにソース・ページのコピーを
上書きすることによって変更される。

ＭＶＰＧ命令の各オペランドに対する仮想アドレスは、
ページのＰＴＥにおいてバッキング媒体としてＭＳが指
定されているかＥＳが指定されているかに応じて、ＭＳ
では実アドレスに、ＥＳではブロック番号に変換できる
。変換されたアドレスのそれぞれに対するＭＳ／ＥＳ媒
体は、制御ビットのペアを、動的アドレスｆｌｆｉが用
いられているときにＭＶＰＧ命令のオペランド指定それ
ぞれと併用するよう構成されたＰＴＥとしてセットする
ことによって判定される。

ＭＶＰＧ命令が実行されるとき、物理的な転送方向は、
ＥＳからＭＳＳ　ＭＳからＥＳ、ＭＳからＭＳ、ＥＳか
らＥＳのいずれでもあり得、ソース・ページとデスティ
ネーション・ページに対してＰＴＥで現在どの媒体が選
択されているかによって決まる。このようにあらかしめ
決定されている物理的な方向が、ＭＳをテ゛ステイネー
／ヨン媒体とするとの、ＭＶＰＧ命令の非持罹ユーザが
表現した意図によって異なる４ｊ合、ＭＶＰＧ命令の実
行は、例外割り込みによって終了し、そこで監視フログ
ラムが介入して、現在のデスティ不−シｉン媒体を監視
プログラムによって変更すべきかどうかが判定される。

監視プログラムは、ユーザの要求を考慮し、それが、Ｍ
Ｓ空間の割り当てニ関スるユーザの優先順位がその時点
でそのユーザにＭＳのべ一ノを割り当てられるほど高く
ないといったオーバライド・ファクタと衝突しない場合
は、要求を容れる。

ＭＶＰＧ命令におけるソース・ページとデスティネーシ
ョン・ページの仮想アドレス空間は、Ｍ　Ｖ　Ｐ　Ｇ命
令が実行される前に実行された特権ソフトウェアによっ
てセットアツプしておく必要がある。ただしＭＶＰＧ命
令が実行されるとき、パフキング・ページのための電子
媒体や物理ロケータ１ンのアドレスを決定しておく必要
はない。

ページ−フォールト例外が実行時に発生するのは、物ｆ
ｌアドレスとページ−オペランドを格納した電子媒体が
決定されていなかった場合である。この例外によってイ
ンタフェースされた特権監視ソフトウェアは、例外を解
消するために、オペランドのＰＴＥを生成・操作し、こ
の処理の中で、フラグ拳ビットＩとＶをセットして、表
現されたページを格納するために、監視プログラムによ
って割り当てられた電子媒体を指定する。次にソフトウ
ェアにより、プロセッサが命令の実行を再開する。

ＭＶＰＧ命令の動作（実行を始めてから実行を成功、不
成功いずれかで終えるまで）は、プロセッサによって行
われ、ソフトウェアによっては制御できない。（（ｃｏ
ｎｄｌｔｌｏｎ　ｃｏｃｌｅ）のＯは、ＭＶＰＧ命令に
よるＥ　ＯＰ　（ｅｎｄ−ｏｆ−ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ
）の成功を示す。他の条件コードは、実行時に例外条件
が発生したために不成功に終わったことを示す。

例外条件は割り込みコードを生成することがある。

割り込みコードは、特定の例外条件を正確に指示するた
めに所定のＭＳロケーン日ンに与えられる。

これだけの割り込み情報があれば、割り込みによって呼
び出され得る特権システム舎ソフトウェアが、例外を起
こした問題に正しく応答するのに充分である。

マタ、本発明のＭＶＰＧ命令は、ＭＰシステムおよびユ
ニプロセッサ環境で動作し、ＭＰの全プロセッサ間で動
作を：Ｊ！４整するために命令に与えられるＰＴＥにＥ
Ｓロック・ビットＬを用いた制御機構が内蔵される。

ＭＶＰＧ命令の実施例として、部用なＲＲＥ（ｒｅｇｉ
ｓｔｅｒ　ａｎｄ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ　ｅｘｔｅｎｄｅ
ｄ）フォーマットが明らかにされている（ソースとンン
クの仮想アドレス令オペランド・フィールドが汎用レジ
スタＧＲに置かれるオペレージ９ン・コード）。従３＋
５のＲＲＥ命令フォーマットは、ｓ／３７ｏ命令に馴染
みやすいユーザ・インタフェースを提供する。

しかしこの単純なユーザ拳インタフェースからは、マイ
クロコードやハードウェアで構成できる新規の処理機能
が多いＭＶＰＧ命令の内部動作の？１３１！　？Ｉｉさ
は明らかにならない。

ＲＲ，ＲＸ、ＳＳなど他の命令フォーマットもＭＶＰＧ
命令に採用でき、汎用レジスタに代えて、またはそれに
追加して、ストレージ・アドレスに命令の仮想アドレス
・オペランドを指定できる。

本発明の仮想アドレス変換では、様々なＰＴＥを自動的
に使用できる。いろいろな形式のＰＴＥは、ＰＴＥを用
いるページ移動命令の特権ユーザに対してトランスペア
レントになり得る。そこで命令は、アドレス変換時にア
クセスされたどのＰＴＥも使用する。唯一必要な条件は
、ＭＳ媒体フィールドＩを、ＰＴＥに可能な異なる形式
で同じロケーシヨンに置き、ＥＳ媒体フィールド（Ｖ）
に対するどのＰＴＥでも所定のロケーシヨンを用い、そ
のロケーシーンが、ある形式のＰＴＥにおいて所定の状
態を持つときに、別の形式のＰＴＥでは、ＥＳ内で有効
な条件を指示するような特定の状態を持つようにしてお
くことである。

Ｄ、実施例 ページ移動方法を第３図ないし第１４図に示す。

これは、第１ステツプ“ＭＶＰＧを現在の命令としてデ
コード”から最後のステップ（“ＥＯＰ”または“ＥＮ
Ｄ”）に至るまで監視制御プログラムが介入することな
く、１個の命令を実行するプロセッサ・マシンによって
自動的に行われる一連のステップを示す。Ｅ　ＯＰ　（
ｅｎｄ−ｏｆ−ｐｒｏｃｅｓｓ）ステップは、ページ移
動命令の実行が成功したことを示し、現在のＰＳＷレジ
スタの（フィールドに条件コードＯ（（＝Ｏ）を残ｔ。

これはページ移動命令が成功したことを現在のプログラ
ムに示す。ＥＮＤステップは、実行時に例外条件が発生
したためページ移動命令が失敗したことを示す。

０以外の条件：Ｉ−）’　（（＝１ｔたはｃＣ＝２）は
、現在のＰＳＷレジスタの（フィールドに残るか、また
は他のコード化データが所定のアドレスに残り、ページ
移動命令が成功したことがアプリケージ録ン番プログラ
ムなど現在のプログラムに示される。一般に不成功の場
合には、監視（特権）制御プログラムが介入して、例外
条件を処理または訂正する必要がある。その後、ＭＶＰ
Ｇ命令の実行はプロセッサによって再開される。この場
合は成功する可能性がある（ＥＯＰステップで終わる）
。

第１図と第２図に示した八−ドウエアのレジスタ、双安
定デバイス、およびストレージφアレイはプロセッサ（
ＣＰＵ）に用意され、第３図ないし第１４図に実施例と
して示したＭＶＰＧ命令を処理する。これらのハードウ
ェアは、プロセッサがＭＶＰＧ命令の実行に用いる値と
指標を格納する。各ハードウェアは、ＣＰＵのＩＥ （Ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｅｌｅｍｅｎｔ）、Ｅ　Ｅ
　（ｅｘｅｃｕｔｉｏｎｅｌｅｍｅｎｔ）ｓ　　　Ｂ　
　ＣＥ　　（ｂｕｆｆｅｒ　　ｃｏｎｔｒｏｌ　　ｅｌ
ｅｍｅｎｔ）、　　ＥＳ　Ｃ（ｅｘｐａｎｄｅｄ　ｓｔ
ｏｒａｇｅ　ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｒ’１Ｍ　Ｓ　（ｍａ
ｌｎｓｔｏｒａｇｅ）などＣＰＵの各部に用いられる。

プロセッサのＩＥは、各ＭＶＰＧ命令を含めて、実行の
ためにストレージにおいてアクセスされた現在のプログ
ラムの各命令を受信する命令デコードΦレジスタを含む
。デコード・レジスタによって受信された各ＭＶＰＧ命
令は、オペレーンぼン・コード（ＯＰコード）とＧＲオ
ペランド指定を含み、これにはＭＶＰＧ命令のＧＲｒｌ
とＧＲｒ２のフィールドが含まれる。ＧＲｒ２フィール
ドは、ＭＳまたはＥＳにあるソース・ページのＬＡ　（
ｌｏｇｌｃａｌ　　ａｄｄｒｅｓｓ）　　を、　ＧＲｒ
ｌ　　フ　ィール　ドは、ＭＳまたはＥＳにあるデステ
ィネーシヨンφページのＬＡを格納する。ＬＡは、ＥＥ
に格納された現在のＰ　Ｓ　Ｗ　（ｐｒｏｇｒａｍ　５
ｔａｔｕｓ　ｗｏｒｄ）のビットＡをセットすることに
よって制御される２４ビットまたは３１ビットのアドレ
スである。

ＭＶＰＧ命令が実行されると、指定されたソース・ペー
ジ番ロケーシ日ンにあるデータが、指定されたデスティ
ネーシ２ン命ページφロケ−シコンにコピーされる。実
施例では各ページのサイズは４０９６バイトである（以
下、４ＫＢと略記）。

論理アドレス（ｒｌとｒ２に置かれる）は、仮想アドレ
ス（ＶＡ）か実アドレスであり、現在のＰＳＷでＤＡＴ
ビットＴに１がセットされているか０がセットされてい
るかによる。ＬＡはソースでもデスティネーションでも
同じ形式、すなわちいずれも仮想アドレスか、いずれも
実アドレスであり、ＰＳＷのＤＡＴビットＴの状態が示
すとおりである。

ＭＶＰＧ命令が実行されるたびに、ＭＳまたはＥＳのソ
ース・ロケーシヨンのページがＭＳまたはＥＳのデステ
ィネーシヨン・ロケーシヨンのページにコピーされるこ
とによって、　１ページのコピーが行われる。ＭＶＰＧ
命令を使ったプログラム−ループは、論理アドレスが続
いているページのシーケンスをコピーするのに用いるこ
とかでき　る。

ＰＳＷの２ビット争フィールドＡＳ（１１こセットされ
たＤＡＴビットＴと併用）により、ＭＶＰＧ命令のソー
ス・ページとデスティネーンヨンφページに指定された
仮想アドレスに対して、アドレス空間をフレキシブルに
制御できる。その際、指定された仮想アドレスは、同じ
仮想アドレス空間または異なる仮想アドレス空間に置け
る。ＡＳフィールドが００にセットされた場合、ＧＲｒ
ｌとＧＲｒ２のアドレスは同じアドレス空間になければ
ならない。ただしＡＳが０．１（アクセス・レジスター
モード）にセットされた場合は、ＧＲｒｌとＧＲｒ２の
オペランドは別のアドレス空間にあってもよい。ＧＲｒ
ｌとＧＲｒ２のオペランドに対する仮想アドレス空間は
、ＧＲｒｌとＧＲｒ２に関連するＡ　Ｒ（ａｃｃｅｓｓ
　ｒｅｇｉｓｔｅｒｓ）に置かれたＡ　Ｌ　Ｅ　Ｔ　（
ａｃｃｅｓｓ　１１ｓｔ　ｅｎｔｒｙ　ｔｏｋｅｎｓ）
によって指定される。いずれのＡＲでもＡＬＥＴ値が同
じなら、ＭＶＰＧ命令のソース・ページとデスティネー
ンロン・ページに同じアドレス空間が指定される。ＡＬ
ＥＴ値が異なる場合、これらのＡＲは、ＭＶＰＧ命令の
ソース・ページとデスティネーション・ページに対して
異なる仮想アドレス空間を指定する。　（ＡＬＥＴは、
米国特許出願第１５４６８９号（Ｂａｕｍ他、８９年２
月１０日出願）「マルチプル・アドレス空間トークン指
定、プロテクト制御、指定変換、およびルックアサイド
（Ｍｕ！ｔｌｐｌｅ　Ａｄｄｒｅｓｓ　５ｐａｃｅ　Ｔ
ｏｋｅｎ　Ｄｅｓｉｇｎａｔｉｏｎ。

Ｐｒｏｔｅｃｔｌｏｎ　Ｃｏｎｔｒｏｌｓ、　Ｄｅｓｉ
ｇｎａｔｉｏｎ　Ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎａｎｄ　Ｌｏ
ｏｋａｓｌｄｅ）Ｊに説明されているように、仮想アド
レス変換に用いられるセグメント−テーブルを１旨定す
る。） ＧＲｒｌとＧＲｒ２によって定義されたオペランドは、
ＤＡＴビットが現在のＰＳＷでオフにセットされたとき
は（Ｔ＝Ｏ）、実アドレスである。ＤＡＴがオフの場合
、ＭＶＰＧ命令が制御できるのはＭＳ内のページ・コピ
ーだけである。これはセキュリティの観点から、システ
ム・アーキテクチャが、ユーザによって制御されたＥＳ
への直接アクセスに問題状態を与えるのを避けるように
構造化されているからである。これが与えられるのは、
ユーザがＥＳをアクセスするためにＥＳＢＮ値を直接１
旨定できる場合である。ＥＳＢＨに対して仮想アドレシ
ング制御を行えば、ユーザがＥＳをアクセスするときに
ＥＳＢＮを指定するのが回避される。ＭＳがあれば、ユ
ーザがＭＳをアクセスするために実アドレシングを使用
できる従来の機能を、ＭＶＰＧ命令のために維持できる
。

ＭＶＰＧ命令のＧＲｒｌとＧＲｒ２に与えられたオペラ
ンド・アドレスのタイプは、現在のＰＳＷのビットＴお
よびＡの状帳によって示される。

ビットＴが１なら、仮想アドレスがＧＲｒｌとＧＲｒ２
にあるが、ビットＴがＯなら、実アドレスがＧＲｒｌと
ＧＲｒ２にある。ビットＡが１なら、３１ビット長のア
ドレスがＧＲｒｌとＧ　Ｒｒ　２　ｉ：あるが、ビット
ＡがＯなら、２４ビット長のアドレスがＧＲｒｌとＧＲ
ｒ２にある。

仮想アドレスがユーザによってＧＲｒｌとＧＲｒ２に与
えられると、ＩＢＭのＯ８であるＳ／３７０や他のＯ８
で実行される従来のアドレス変換により、Ｄ−ＰＴＥと
５−ＰＴＥがアクセスされる。本発明では全く新しい形
のＰＴＥが用いられる。ＰＴＥが検索されると、ＰＴＥ
のビットＩおよびＶの□状態によって、ページがＭＳに
あるかＥＳにあるか、またはいずれにも存在しないかが
示される。

ＥＳＡモードは現在のＰＳＷにセットされ、プロセッサ
が最も広範な仮想アドレシングやモードを使用している
ことが示される。このモードでは、現在のアドレス空間
はそれぞれ、各ＧＲ（ＧＲｒｌ、ＧＲｒ２など）に関連
するＡ　Ｒ（ａｃｃｅｓｓｒｅｇｉｓｔｅｒ）のＡＬＥ
Ｔによって定義される。両オベランドに同じアドレス空
間が用いられると、これらＡＲの両方に同じＡＬＥＴが
ロードされる。

二つのオペランドに異なるアドレス空間が用いられると
、二つのＡＲに異なるＡＬＥＴがロードされる。

ＡＬＥＴは、ＭＳ内のセグメント・テーブルを指してＥ
ＳＡ／３７０アーキテクチャのアドレス空間を定義する
。各セグメント・テーブルはＳＴＥ　（ｓｅｇ＋＊ｅｎ
ｔ　ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ）から成る。各ＳＴＥは、
有効なら、ＭＳ内のＰ　Ｔ　（ｐａｇｅ　ｔａｂｌｅ）
を指す。各ＰＴは２５６個のＰ　Ｔ　Ｅ　（ｐａｇｅ　
ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ）から成り、各ＰＴＥは４バイ
ト長である。この実施例では、第２図の下側に示すよう
に、同じＭＳページ・フレーム内で、各ＰＴの直後にＸ
ＰＴ（ｅｘｔｅｒｎａｌ　ｐａｇｅ　ｔａｂｌｅ）が置
かれる。ＸＰＴＪ！、Ｘ　Ｐ　Ｔ　Ｅ　（ｅｘｔｅｒｎ
ａｌ　ｐａｇｅ　ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙ）から成り、
各ＸＰＴＥは１２バイト長である。ページ・フレーム内
の各ＸＰＴＥのロケーションは、関連するＰＴＥのロケ
ーションから簡単に計算できる。

これは、関係するＰＴＥとＸＰＴＥの個数およびそれぞ
れの長さが分かっているからである。

５−ＬＡとＤ−ＬＡが仮想アドレスなら（ＰＳＷ　　Ｄ
ＡＴ＝　１　）、ＡＲとＤＡＴの変換値がルックアサイ
ド・バッファにあるときには、ＡＲと１）ＡＴの変換処
理に、第４図の方法命ステップ“°ＧＲｒ２の５−ＬＡ
をアドレス変換”と第５図の方法・ステップ“ＧＲｒｌ
のＤ−ＬＡをアドレス変換”が含まれる。これは、たと
えば、ＳＴＤがＡＬ　Ｂ　（ａｃｃｅｓｓ　ｒｅｇｉｓ
ｔｅｒ　１ｏｏｋａｓｌｄｅ　ｂｕｆｆｅｒ）にあると
き、変換された仮想アドレスがＴＬＢ（ｔｒａｎｓｌａ
ｔｉｏｎ　Ｉｏｏｋａｓｌｄｅ　ｂｕｙｅｒ）にあると
き、ＴＬＢになければ、そのＰＴＥが、所要ページがＭ
ＳまたはＥＳにあることを示すとき、などである。

ＡＲ内容（Ａ　Ｌ　Ｅ　Ｔ）の変換値はＳ　Ｔ　Ｄ　（
ｓｅｇｍｅｎｔｔａｂｌｅ　ｄｅｓｌｇｎａｔｏｒ）で
あり、仮想アドレスのＤＡＴ変換値は、ソース・ページ
またはデスティネーシＩン・ページの内容を格納するた
めに割り当てラレタページ・フレームに対する、ＭＳま
たはＥＳ内の絶対アドレスである。ＴＬＢに変換値がな
く、ページがＭＳまたはＥＳにあることをＰＴＥが示す
場合（Ｖ、Ｉ＝１１またはＶ、Ｉ＝ＯＯ）、プロセッサ
はＤＡＴ変換を自動的に実行する。

しかし仮想アドレスが、必要なＡＲ変換値をＡＬＢ内に
持たず、そのＤＡＴ変換値がＴＬＢにないか、またはそ
のＰＴＥが、ページがＭＳかＥＳのいずれかにないこと
を示す場合、プロセッサによってページ・フォールト例
外シグナルが生成され、ＭＶＰＧ命令の実行が終わり、
制御プログラムが呼び出されて、欠けている変換のいず
れかまたは両方が実行されて、結果がＴＬＢかＡＬＢに
置かれ、そこで、失敗したＭＶＰＧ命令の実行を再開す
るためにプロセッサによって用いられる。

ＭＶＰＧ命令では、別の汎用レジスタ（ＧＲｒｌ＋１）
によって、ある情報がＣＰＵに伝えられ、ＭＶＰＧ命令
の実行に用いられる。ＧＲｒｌ＋１はＮ　　Ｇ　Ｒｒ　
１の次に大きいＧＲ発番号持つＧＲである。ＧＲｒ１＋
１に固有の内容は第１図にビ・ノ）Ｄ％　　８％　　Ｄ
ＲＩ　（ｄｅｓｔｌｎａｔｌｏｎ−ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ
−Ｉｎｔｅｎｔｌｏｎ）、および（ＯＰ　（（ｏｐｔｉ
ｏｎ）、並びにＡＫＥＹフィールドとして示した。Ｄと
Ｓのフィールド′は、ＭＶＰＧ命令に対するストレージ
書プロテクト・キー動作を制御し、ＤＲＩと（０Ｐのフ
ィールドは、ＭＶＰＧＩ令が、プログラム内でそれに続
く命令との関係でどのように用いられ墨かに影響を与え
る特殊な動作を制御する。

ＭＶＰＧ命令の実行は、第１図の実行エレメントのＰＳ
Ｗに（ビットをセットすることによって終了できる。Ｍ
ＶＰＧ命令の実行が成功した場合、所望の条件コード（
（＝Ｏ）を与えることによってＭＶＰＧ命令の実行が終
了する。実行が失敗したときは、結果が（＝　１または
（＝２となるように終了させることができる。しかし条
件コード１と２の出力は、（０Ｐピツトを使えば抑止で
きる。ｃｃｏｐビットでは、直ちに監視ソフトウェアを
呼び出して、他の場合には（＝１または（＝２がセット
される条件を処理させることができる。

したがってｃｃｏｐビットが０にセットされた場合、ｃ
ｃ＝　ｉまたは（＝２はＰＳＷにはセットされない。た
だしその場合には、ピッ）　杖ｆｇ　（０Ｐ＝０によっ
て、他の場合ニｐ　ｓ　ｗ　ｒ　ｃ　ｃ　＝１または（
＝２となり、ペーハフォールト割り込みソフトウェアが
すぐにストレーノ階層内のデスティネーション・ページ
を探し始め、それをＭＳにコピーするなどの条件によっ
て、デスティネーション拳ページ・フォールト割り込み
が自動起動される。この方法は、別の命令が（をテスト
して、特権ソフトウェアを起動し、例外を処理させるの
を回避する。

（ＯＰ　（（ｏｐｔｉｏｎ）　ヒラ）が１にセットされ
ると、（＝　１と（＝２がＰＳＷにセットされる。次に
特権ソフトウェアが起動されて例外が処理される前にＰ
ＳＷの（の内容を検出するために別のテスト命令が必要
になる。（＝２となるのは、ＭＳかＥＳのソース争ペー
ジが使用できないときである。（＝１となるのは、　（
１）ＭＳかＥＳのデスティネーション・ページが使用で
きないとき、（２）ＭＳのデスティネーション・ページ
が使用できず、ＤＲＩビ、トが１にセットされていると
き、（３）ＥＳへのアクセスでエラーが発生したとき、
（４）ＰＴＥのロック壷ビットが１にセットされている
とき、または（５）ＰＴＥフォーマット・エラーが検出
されたとき、を含めていくつかの条件が重なったききで
ある。所定のＭＳロケーシＨンにおけるコード化ビット
は、介在する特権ソフトウェアが正しく動作するように
そのソフトウェアに対して正確な条件を定義する。

ＭＶＰＧ命令のユーザは、ソース・ページ’ｅＥＳに置
（かＭＳに置くかを制御できない。ＭＶＰＧ６令のユー
ザは、デスティネーション拳ページに関わることはでき
る。これはユーザが、ＭＳ内の仮想ロケーションのペー
ジをコピーする他の命令を使用することがあるからであ
る。そのために、ＭＶＰＧ命令では、特権ソフトウェア
がデスティネーション・ページの媒体にＭＳとＥＳのど
ちらを選択するかに関して、ユーザが影響を与えること
ができる。ユーザの影響は、ユーザがＤＲＩ（ｄｅｓｔ
ｌｎａｔｌｏｎ−ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ−１ｎｔｅｎｔｉ
ｏｎ）ビットをＧＲｒｌ＋１にセットすることによって
表現できる。

ＤＲＩがオンにセットされていてデスティネーションＰ
ＴＥがＭＳを選択している場合（■、Ｖ＝ＯＯ）、デス
ティネ−／Ｂ／・ページはＭＳとプロセッサ・キャッシ
ュの両方にコピーされる。

しかしＤＲＩビットがオンにセットされていて（ＤＲＩ
＝１）、デスティネーションＰＴＥがＭＳを選択してい
ない（ＰＴＥの１．　　ＶがＯＯでない）場合は、ＭＶ
ＰＧ命令が自動的に特権制御プログラムを呼び出して、
実行を終了させる。制御プログラムは、デスティネーシ
ョンＰＴＥにおける媒体の割り当てを再ＦＡ？Ｅするこ
とによって応答し、ＭＳベペーの割り当てを防ｄ−する
条件がなければ、ＭＳにページを割り当てる。制御プロ
グラムは、ＭＳにページを割り当てた後、デスティネー
ションＰＴＥの１１　ＶビットをＯｏの状態に変えてＭ
Ｓ媒体のページを表し、プロセッサをＭＶＰＧ命令に返
す。そこでＭＶＰＧ命令の実行が再開されると、ソース
・ページがＭＳデスティネーシ日ン＠　ヘー：ｌ／にコ
ピーサレ、キャッ／ユ拳バイパスが禁止されるので、デ
スティネーション・ページは、ＭＳにおいてアクセスさ
れたときにキャッシュに書き込まれる。

このように、ＤＲＩビットによれば、ユーザ・プログラ
ムがＭＶＰＧ命令に続いて、デスティネーション１ペー
ジのデータをアクセスする他の命令を実行するときにの
みキャッシュが使用され、キャッシュ空間を効率的に使
用できる。

キャッシュが小さいプロセッサでは、デスティネーショ
ン・ページの一部しかキャッシュにコピーされないこと
がある。この部分は、デスティネ・−シーン・オペラン
ドの、アドレス指定されたバイトを含むキャッシュ・ユ
ニットである（そのバイトを伴うキャッ／ユ・ラインな
ど）。

第２図に示したＤ−ＰＴＥと５−ＰＴＥは、ＭＶＰＧ命
令のデスティネーン日ンーページとソース・ページを指
すのに用いられる。これに関連するＤ−ＸＰＴＥとＸ−
ＸＰＴＥはそれぞれ、補助ストレージ（通常はＤＡＳＤ
デバイス上にある）のバックアップ・ページのアドレス
を格納する。

ＸＰＴＥは、ＰＴＥによって、ページがＭＳかＥＳで現
在は有効でないことが示されるときに、ページが要求さ
れて、仮ぜアドレス・ページ・フォールトが発生した場
合、特権ソフトウェアによってアクセスされる。

各図で用いた表記、５−ＰＧｌＳ−ＰＴＥ。

５−ＸＰＴＥは、それぞれソース・ページ、そのＰ　Ｔ
　Ｅ、　　そのＸＰＴＥを、Ｄ−ＰＧｌ　Ｄ−ＰＴＥ。

Ｄ−ＸＰＴＥは、それぞれデスティネーション・ページ
、そのＰＴＥｌ　そのＸＰＴＥを示す。

この実施例に必要なＰＴＥには、全く新しいフォーマッ
トが用いられる。各ＰＴＥの中の１個のアドレスｅフィ
ールドは、Ｐ　Ｆ　ＲＡ（ｐａｇｅｆｒａｍｅ　ｒｅａ
ｌ　ａｄｄｒｅｓｓＪ値またはＥ　Ｓ　Ｂ　Ｎ　（ｅｘ
ｐａｎｄｅｄｓｔｏｒａｇｅ　ｂｌｏｃｋ　ｎｕｍｂｅ
ｒ）（ｉａのいずれかを格納する。

したがって１個のＰＴＥは、ＭＳ１　ＥＳの両方ではな
くＭＳまたはＥＳのいずれかの中の１ページを指す。

また、ＰＦＲＡ／ＥＳＢＮアドレスと制御ビット■およ
び■のロケータ１ンが分かっている限り、複数のＰＴＥ
フォーマットを本発明に採用することもできる。本発明
では、制御ビットＩ、　　Ｖの゛状態によって決まる二
つの形式をＰＴＥに採用している。一つはＩ、Ｖ＝１１
のときのＰＴＥ形式であり、アドレス・フィールドには
ＰＦＲＡが置かれる。もう一つはＩ、Ｖ＝ＯＯで、アド
レス・フィールドにＥＳＢＮが置かれるＰＴＥ形式であ
る。第３の形式のＰＴＥもサポートされ、本発明の動作
レベルで上位互換性が得られている。第３のＰＴＥ形式
は、制御ビットＶの値０によって示される。これはＰＴ
Ｅアドレス・フィールドに、ＭＳをアドレス指定するた
めのＰＦ’ＲＡＬが格納できなかったために、制御ビッ
トＶを持たず、ＥＳ媒体の仮想アドレシングを行わなか
った、事前に用いられたＰＴＥフォーマットを示ス。

ページがＭＳにあるかＥＳにあるかは、それぞれＰＴＥ
フラグ・ビットＩとＶによって判定される。１１　■＝
００ならページはＭＳにあり、ＰＴＥアドレス・フィー
ルドはＰＦＲＡを含み、これがＭＳ内のページの第１バ
イトを指す。しがし１１Ｖ＝１１？ｊら、ヘ−’）　ハ
Ｅ　Ｓ　ニアＩ）、ＰＴＥ７）’レス・フィールドはＥ
ＳＢＮを含み、これがＭＳではなくＥＳにあるページを
指す。

ただし工、■が０１になることはない。これはＰＴＥエ
ントリの中のアドレスが、ＭＳページでもＥＳページで
も有効なことを示すことになるからである。これはＰＴ
Ｅ力１個のアドレス・フィールドしか持てず、二つの異
なるページ舎アドレス（一つはＥＳ内、一つはＭＳ内）
を格納できないので、許可されない。ｒ、ｖ＝ｏｉとい
う条件があれば例外シグナルが生成される。

また、ＰＴＥのアドレス・フィールドに有効なアドレス
が格納されていない場合、実行中に１１ｖ＝　ｉ　ｏと
いう条件が成立し、ページ・フォールト例外シグナルが
発生する。ページ・フォールト例外シグナルによってペ
ージ・フォールト割り込みが起こり、Ｏ８のソフトウェ
アが起動されて例外が処理される。Ｏ８はＭＳを割り当
てて、補助ストレージ（ＤＡＳＤなど）からのページを
受信する。

割り込みがＭＳまたはＥＳに存在しないソース・ページ
に対して行われると、特権ソフトウェアは、一般には、
ソースＰＴＥのＬ　　Ｖビットの設定は変えず、単にデ
スティネーション・ページのためにＭＳにページを割り
当てるだけであるが、あらかじめ割り当てられていなけ
れば、ページをストレージ階層から当該ページヘコビー
する。

しかしデスティネーシ日ン拳ベージがＭＳに割り当てら
れていなかったために、Ｉ、Ｖ＝１０または１１のとき
ＤＲＩビットがＧＲｒｌ＋１で１にセットされていれば
、特権ソフトウェアは、般には、デスティネーション媒
体をＭＳとするとのユーザの意図を示す設定ＤＲＩ　＝
　１によって影響を受ける。ユーザは、　（ＭＶＰＧ命
令の直後の）アプリケージｌン・プログラムの命令がデ
スティネーシＰン拳ページをアクセスするときに、その
意図ＤＲＩ＝１を表現する。ＤＲＩ＝１の場合、特権ソ
フトウェアは、デスティネーションＰＴＥのＩ、　　Ｖ
ビットをＯＯの状態に変える前に、ソース・ページをス
トレージ階層（ＭＳ１　ＥＳ、ＤＡＳＤなど）からデス
ティネー７１Ｉン争ページのＭＳロケーションヘコピー
する。

したがってデスティネーションＰＴＥに対するページ・
フォールト例外割り込みによって起動された特権ソフト
ウェアは、ページ・フレーム・アドレスをＭＳに割り当
て、このＭＳアドレスは、対応するＤ−ＰＴＥのアドレ
ス−フィールドにＰＦＲＡとして書き込まれる。そこで
特権ソフトウェアはＤ−ＰＴＥに１．Ｖ＝００をセット
する。

次にＭＶＰＧ命令の実行が再１５１１されれば、デステ
ィネーション・ページがＭＳに割り当てられているのが
検出される。

しかしペーノ拳フォールト割り込みが起こったデスティ
ネーシぼン・ページに対してＤＲＩ＝０であれば、特権
ソフトウェアは、ＭＳかＥＳのいずれかにロケ−７ＩＷ
ンを割り当てる。ＥＳなら、割り当てられたＥＳペペー
φブロック番号は、ページが特権ソフトウェアによって
ＥＳにコピーされたときに、ＥＳＢＮ値として、対応す
るＤ−ＰＴＥのアドレス・フィールドに書き込まれる。

ＭＳなら、特権ソフトウェアは、割り当てられたページ
・フレームのＰＦＲＡを対応するＤ−ＰＴＥに書き込み
、そこでソース・ページがＭＳデスティネーシヨン・ロ
ケーションにコピーされる。

ＭＳかＥＳにページを割り当ててコピーする際にＰＴＥ
の内容をセットアツプするこの方法は、ＰＴＥ検証また
はページ検証と呼ばれる。

ＤＲＩのビット状態にかかわらず、５−ＰＴＥにおける
Ｌ　　Ｖビットの設定がＭＳかＥＳを示す場合、これは
一般には割り込みソフトウェアによって変更されない。

そしてｌ）　ＲＩ　＝　Ｏで、Ｄ−ＰＴＥにおける■、
Ｖビットの設定がＭＳかＥＳを示す場合、これも一般に
は割り込みソフトウェアによって変更されない。

先にも述べたように、例外シグナルが生成されると、割
り込みコードがＭＳに送られ、ＭＶＰＧ命令の処理が終
了する。そこで後続するプログラム割り込みによってＯ
Ｓソフトウェアなどの監視制御プログラムが起動され、
送られた割り込みシグナルによって示される問題の処理
に必要な処置がとられる。ここで重要なことは、ＭＶＰ
Ｇ命令が、プログラム・ループを成すルーチンに用いら
れて、多数のページが移動されることである。その場合
、ＭＶＰＧルーチンによって実行される第１ループの間
に生じたページ・フォールトは、ＭＶＰＧの他のどのル
ープ処理でもページ・フォールトの起こる可能性のある
ことを示すので、ループをつくるプログラム−ルーチン
によって数百ページも転送されるときには、テスト命令
の実行回数を数百回節約できることになる。

ＭＶＰＧ命令は、ユーザが任意に、ＭＶＰＧ命令に続く
条件つき分岐命令の使用を避けて、条件コードをテスト
し条件コードによって分岐できるようなアーキテクチャ
を採用している。これは、ＧＲｒｌ＋ｌに（ＯＰ　（（
ｏｐｔｌｏｎ）ビットを用いることによって行われる。

ｃｃｏｐが０にセットされていれば、ＭＶＰＧ命令は、
例外が発生した際に特権命令に対して自動的に割り込み
をかける。

これにより、あらかじめ分岐命令を使って、命令を実行
するたびにその（状複をテストする必要がなくなる。こ
れによりページ転送プログラム・ループの命令が少なく
てすむので、すなわち結果的に（が生じず、生じた（値
をテストする条件つき分岐命令が必要なくなるので、Ｍ
ＶＰＧ命令を使うプログラムが高速化される。

しかし単に（０Ｐ＝１とセットするだけでは、ＭＶＰＧ
命令を使い、続く条件つき分岐命令によってテストされ
る（値を生成するユーザ拳オプシ日ンが残る。（値のテ
ストでは、特権ソフトウェアをいつ呼び出すかが決定さ
れる。

実施例で用いられる各ＰＴＥには、Ｎ、　　Ｐ、　　Ｒ
。

Ｃ，Ｌなど他のフラグ・ビットも格納される。対応する
ＸＰＴＥにはＳ　Ｋ　Ｅ　Ｙ（ｓｔｏｒａｇｅ　　ｋｅ
ｙ）フィールドとフェッチ・プロテクト壷フラグΦビッ
トＦがあり、これらは論理上、ＰＴＥの一部である（こ
れらがＸＰＴＥにあるのはＰＴＥの空間が足りないため
）。Ｎビットの設定は、ＰＴＥによってアドレスを指定
されたＥＳページにキー会プロテクトをかけるかどうか
を制御する。　（ＭＳページがＰＴＥによってアドレス
指定されると、ＭＳページは、従来の方法でプロセッサ
のストレージ・キーΦハードウェアによって暗黙にプロ
テクトされる。）Ｐビットは、　１にセットされると、
格納は防止するが、ＭＳかＥＳのＰＴＥによってアドレ
ス指定されたページ内のフェッチは許可する。Ｐ＝０な
ら、アドレス指定されたページへのフェッチも格納も許
可される。フェッチまたは格納のためにＥＳのページが
参照されると、Ｒビットが１にセットされる。格納によ
ってＥＳのページが変更されるとＣビットが１にセット
される。ロックφビットＬは、ローカルΦプロセッサに
よって１にセットされ、ローカル・プロセッサがＰＴＥ
またはそのＸＰＴＥにいつ変更を加えようとするかの警
告がＭＰの他のプロセッサに与えられる。

ＭＶＰＧ命令の内部動作によってＮ１Ｐ１　　またはＦ
ビットが変更されることはなく、ＩやＶのビットがどの
ＰＴＥでも変更されることもない。

他の制御ビット（対応するＰＴＥのＲ，Ｃ１Ｌビットな
ど）は、ＭＶＰＧ命令の内部動作によって変更できる。

ＰＴＥにビットＮがセットされると、対応するＸＰＴＥ
の５ＫＥＹとＦのフィールドを使ってＥＳ内の対応する
ページをプロテクトするかどうかが制御される。Ｎ＝Ｏ
なら、ＸＰＴＥの５ＫＥＹとＦのフィールドによて、対
応するＥＳＳページの各アクセスが、不当なアクセスに
対してプロテクトされる。そのため、対応するＭＳペー
ジへのアクセスをプロテクトするためにＭＳストレージ
Φキーとフェッチ・プロテクトΦビットで行われるよう
なキー比較プロテクト機能が用いられる。

ＭＳストレージ・キーとそのプロテクトｅビットは、プ
ロセッサ内の従来のストレーハキ−・アレイに置かれ、
ＭＶＰＧ命令のためにＭＳＳページアクセスされるとき
に従来の方法で用いられる。

（ＸＰＴＥの５ＫＥＹとＦのフィールドは、対応するペ
ージがＭＳに割り当てられて検証され、ＭＳのそのペー
ジをプロテクトするためにＭＳストレージ・キーが初期
化されるとき、ＭＳストレージ・キー・アレイにコピー
される。） ここでＥＳストレージ・キーによるプロテクトがどのよ
うに行われるかを詳述する。ビットＮが１にセットされ
ると、ＥＳ内の対応するページへのアクセスをプロテク
トするストレージ・プロテクトは許可されない。ビット
Ｎが０にセットされると％　Ｇ　Ｒｒ　１　＋　１のＡ
ＫＥＹとＰＳＷのＡ（−ＫＥＹまたはそのいずれかを用
いたＥＳページのアクセス・プロテクトが許可される。

このようなストレージ・キーによるプロテクトでは、対
応するＸＰＴＥの５ＫＥＹがＰＷＳのＡ（−ＫＥＹまた
はＧＲｒｌ＋１のＡＫＥＹと比較されるとともに、ＸＰ
ＴＥのＦビットが用いられ、ＥＳページに対する不当な
フェッチ・アクセスが防ｄ：される。これら二つのアク
セス・キー（Ａ　Ｋ　Ｅ　Ｙ。

Ａ（−ＫＥＹ）のどちらがＥＳページのプロテクトに用
いられるかは、レジスタＧＲｒｌ＋１のビットＤとＳの
設定によって決まる。　（ＭＶＰＧ命令の実行時には、
ピッ）ＤとＳの値が、それぞれトリガＸＤ七ＸＳにコピ
ーされ、そこでビットＤとＳの状態がテストされる。） このようにＧＲｒｌ＋１のビットＤ、　　Ｓの状態は、
ＭＶＰＧ命令のためにＥＳとＭＳのストレージ・プロテ
クト動作にどのアクセス・キーが用いられるかを決定す
る。Ｄ＝１、Ｓ＝０のとき、デスティネーン日ンＯペー
ジの格納は、ＧＲｒ　１　＋１のＡＫＥＹフィールドの
アクセス拳キーによって制御され、ソース・ページのフ
ェッチは、ＰＳＷのＡ（−ＫＥＹフィールドのアクセス
・キーによって制御される。Ｄ＝Ｏ１Ｓ＝１のとき、デ
スティネーションΦページの格納は、ＰＳＷの八〇Ｃ−
ＫＥＹによって制御され、ソース・ページのフェッチは
、Ｇ　Ｒｒ　１　＋　１のＡＫＥＹによって制御される
。Ｄ＝０、Ｓ＝Ｏのときは、ソース・ページのフェッチ
もデスティネーション・ページの格納も、ｐｓｗのＡ　
（−Ｋ　Ｅ　Ｙによって制御される。そしてＤ＝１、Ｓ
＝１のときは、ソース・ページのフェッチもデスティネ
ーンａン番ページの格納も、レジスタＧＲｒｌ＋１のＡ
ＫＥＹによって制御される。

ＸＰＴＥのＦフィールドは、ＥＳの対応するページへの
格納アクセスを防ぐためのページ・フェッチ・プロテク
トｅビットである。このＦビットは、Ｓ／３７０アーキ
テクチヤに定義されているとおり、ＭＳストレーハキ−
のＦビットと同じように機能する。Ｆ＝Ｏのとき、アク
セス中キーが一致しないと、対応するＥＳベージに対し
てフェッチ・アクセスだけが許可される。しかしＦ＝１
のときは、アクセス・キーが一致しないと、対応するＥ
ＳＳページ対してフェッチΦアクセスも格納アクセスも
許可されず、一致しないままアクセスが行われようとす
れば例外シグナルが出される。（また、Ｆビットは、ペ
ージ・フォールトの結果、ＭＳに移動（コピー）された
とき、ＭＳストレーハプロテクトーキーＯアレイ（図示
なし）にロードされるので、対応するＭＳページへのア
クセスが、ＸＰＴＥのこのＦビ。

トによって間接的に制御される。） 各図ではＭＳページへの“リスト−フェッチ０が行われ
る。テスト・フェッチでは、ＭＳストレージ・プロテク
ト機能がその活動化の程度まで暗黙に用いられるので、
ページのアクセスによってＭＳアクセスΦプロテクトが
脅かされた場合には、与えられ活動化された例外シグナ
ルが検出される。テスト・フェッチは、既存の例外状態
を調べ、ストレージ・プロテクト、動的アドレス変換、
およびアクセス・レジスタ変換の違反に対する例外を含
めて、ある動作によって例外シグナルが生成されたかど
うかを判定する。フェッチ・プロテクト例外シグナルに
関しては、テスト書フェッチ動作にＤとＳのビット状態
が関係する。

実施例でＭＶＰＧ命令の実行に用いられるプロセッサ・
ハードウェアには、第１図と第２図に示した多数のレジ
スタ、アレイ、およびトリガがある。これらに含まれる
アドレス・レジスタは、プロセッサのＩ　Ｅ　（Ｉｎｓ
ｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｅｌｅｍｅｎｔ’、Ｅ　Ｅ（ｅｘｅ
ｃｕｔｉｏｎ　ｅｌｅｓｅｎｔ）、Ｂ　ＣＥ　（ｂｕｙ
ｅｒ　ｃｏｎｔｒｏｌｅｌｅｓｅｎｔ）ｘ　およびＥ　
Ｓ　Ｃ（ｅｘｐａｎｄｅｄ　ｓｔｏｒａｇｅｃｏｎｔｒ
ｏｌｌｅｒ）に用いられる。

ＩＥレジスタＡＤＲＩおよびＡＤＲ２は、オペランドの
論理アドレスや、ＭＳのＰＴＥを指す絶対アドレスなど
のアドレスを保持するのに用イラれる。ＩＥレジスタＳ
ＴＡは、ＥＳにデスティネーシリンｅページを格納する
ための論理アドレスや、ＭＳにＰＴＥを格納するための
絶対アドレスを保持するのに用いられる。

ＥＥはＰＳＷレジスタ、Ｇ　Ｒ（ｇｅｎｅｒａ　１ｒｅ
ｇｌｓｔｅｒ）アレイ、ワーキング・ストア、レジスタ
、およびトリガを持つ。ＥＥに含まれるＥｒｅｇは、現
在実行されているＭＶＰＧ命令のコピーを保持する。Ｉ
ＬＣレノスタは、プログラムの次の命令をフェッチする
のに用いられる現在の命令の長さを保持する。ＰＳＷレ
ノスタは、現在のＰＳＷのフィールドを格納する。関連
フィールドは、第１図でＴ１　Ａ（ＫＥＹ、Ｐ、ＡＳ、
（。

Ａ１およびＩＡと示している。ＧＲアレイは、Ｓ／３７
０タイプのプロセッサの汎用レノスタ１６個を含む。Ｓ
／３７０タイプ争プロセツサはＥＳＡ／３７０Ｓ／３７
０アーキテクチヤ成を待つものとする。１６個のＧＲは
いずれもＭＶＰＧ命令によってＧＲｒｌ、ＧＲｒ２、Ｇ
Ｒｒｌ＋１などと措定できる。ワーキング・ストアは、
ＰＴＥアドレス、ＰＴＥ、　　および論理アドレスを保
持するのに用いられるレジスタＷＳｌないしＷＳθを含
む。Ｋ　Ｍ　（ｋｅｙ園ａｓｋ　）レジスタは１６ピツ
ト（それぞれ１６の異なるストレーノφプロテクト・キ
ー値に対応する）であり、ｌの状態にセットされたビッ
ト位置は、対応するプロテクト機能−を、現在のシステ
ムの問題状態ユーザが使用できることを示す。ＡＫＥＹ
レジスタは、ＭＶＰＧ命令の実行中にＧＲｒｌ＋１のＡ
ＫＥＹフィールドのコピーを受信する。

ＥＥでは、　　ト　リ　ガＥＳＡ１　ＭＶＰＧ、　　Ｘ
Ｄ、　　ＸＳ、ＳＡ、　　およびＳＢが、ページ移動命
令の実行中にセットされてその動作が制御される。ＥＳ
Ａモード・トリガは１にセットされて、プロセッサがい
つＥＳＡモードに入っているかが示される。

これはＥＳＡモード争レジスタが、ＭＶＰＧ命令を実行
するための必須条件として、１の状態にセットされてい
なければならないからである。ＭＶＰＧモード書レジ入
レジスタＶＰＧ命令がページをＥＳに移動している間に
１にセットされる。

ＸＤとＸＳのレジスタは、ＭＶＰＧ命令の実行中に、そ
れぞれＧＲｒ１＋１のＤとＳのビットの状態にセットさ
れる。ＳＡトリガは、　ｌにセットされて、アドレス指
定されたべ一部がＥＳで有効であって、ＭＰ環境におい
てページのデータの整合性を保つために、別のプロセッ
サによってロックされていて（ページのＰＴＥでＬ＝１
がセットされる）、現在のプロセッサによるページの変
更が調整されていることが示される。ＳＢトリガは、１
にセットされて、アドレス指定されたページがＥＳで有
効であってロックされていないことが示される。

プロセッサのＢ　ＣＥ　（ｂｕｆｆｅｒ　ｃｏｎｔｒｏ
ｌ　ｅｌｅｍｅｎｔ）コンポーネントは、プロセッサの
キャッシユと、プロセッサを活動化してＭＳをアクセス
させるストレージ・コントロールを持つ。ＢＣＨには、
ＰＴＥアドレス・レジスタとＭＳ実アドレス・レジスタ
、およびＭＳアドレス変換を行うプロセッサの従来のＤ
　Ａ　Ｔ　（ｄｙｎａｍｉｃ　ａｄｄｒｅｓｓ　ｔｒａ
ｎｓｌａｔｉｏｎ）手段（図示なし）が含まれる。また
ＥＳ変換手段もＢＣＥに追加できる。ただしこれはプロ
セッサのＥＥコンポーネント内のプロセッサΦマイクロ
コード手段に設けることもできる。ＢＣＥレジスタには
、Ｉ　Ｎ　Ｖ　−Ｐ　Ｔ　Ｅ　（Ｉｎｖａｌｉｄ　ＰＴ
Ｅ）　レジスタが含まれる。ＩＮＶ−ＰＴＥレジスタは
、現在アクセスされているＰＴＥが無効なことが検出さ
れたとき、１にセットされる。ＭＳのデータがフェッチ
されたとき例外が発生すると、例外レジスタが１にセッ
トされる。

Ｅ　Ｓ　Ｃ（ｅｘｐａｎｄｅｄ　ｓｔｏｒａｇｅ　ｃｏ
ｎｔｒｏｌｌｅｒ）　　は、　プロセッサを活動化して
ＭＳをアクセスさせるストレージΦコントロールを持つ
。ＥＳＣのレジスタＥＳＡＤＤＲ１とＥＳＡＤＤＲ２は
、ＥＳに存在するページのデスティネーション・アドレ
スとソース・アドレスを保持するのに用いられる。ＥＳ
ＣのトリガＤＡＴＡ−ＥＲＲは、ＥＳページでパリティ
Φエラー（Ｆ（エラー）が検出されたことを示す。

Ｄ−ＰＴＥとそのＤ−ＸＰＴＥおよび５−ＰＴＥとその
５−ＸＰＴＥは、関連フィールドとともに代表例として
示したが、ＭＳ内で異なるページ・テーブルにも置ける
。

Ｉ　ＥＳＢＥ命令は、ここで説明している本発明の一部
である。これは特権命令として、監視制御プログラムが
、指定されたＰＴＥの状態を、ＥＳ内有効からＥＳ内無
効へ変え、マルチプロセッサ構成のＣＰＵがすべて、Ｉ
ＥＳＢＥ命令の実行終了後にＥＳ内無効状態だけを検出
するように、監視制御プログラムによって用いられる。

ＩＥＳＢＥｉｆｉｌ令のオペランドはＰＴＥのアドレス
である。命令の実行後、マシンは、指定されたＰＴＥの
ＶビットをＯにセットして、他の全ＣＰＵに応答を求め
る。このとき、ＣＰＵはすべて、指定されたＰＴＥの内
容またはそのＰＴＥによって表されるＥＳブロックをア
クセスしたり変更したりしているＭＶＰＧ命令は実行し
ていない。ＩＥＳＢＨの実行は、それがＭ　Ｐ　＋Ｎ成
の各ＣＰＵから応答を受けたときにだけ終了する。出願
人から見たｒＥｓＢＥ命令の実施例であるロジック流れ
図は第１６図と第１７図に示した。

ＩＥＳＢＨによって用いられるブロードキャスト（同報
）／ウェイト令プロトコルでは、実行時間が長くなりや
す＜、ＩＥＳＢＥ命令が頻繁に用いられてシステムφパ
フォーマンスが大きく低下することがある。そこで本発
明では、Ｅｓ内有効ＰＴＥを無効にする効率化手段を提
供しており、これにロック・プロトコルが用いられる。

ロック・プロトコルでは、ＭＶＰＧが、Ｅｓ内有効ＰＴ
Ｅによって指定されたＥＳブロックをアクセスする前に
、　１ビット・ロック（Ｌ）を取得する必要がある。ロ
ック取得の流れ図は第９図に示した。体のステップが必
要になる。ＥＳＭＶＰＧを１にセットすることで、この
ＣＰＵがＬビット・ロックを保持している（または取得
しようとしている）ことを示す。

ＥＳＭＶＰＧ　トリガは、実施例では、このＣＰＵがＩ
ＥＳＢＥ要求に応答できるがどうかを判定するのに用い
られる。トリガが１であれば、ｃＰＵは、ＥＳ内有効Ｐ
ＴＥをアクセスしており、応答が抑止されるとみなされ
る。

マシンは、アトミック動作を利用し、ＰＴＥがＥＳ内有
効状態にあることと、Ｌビットが０であることを検証し
、０であればＬビットを１にセット　する。

第９図から分かるように、このステップは実際には、ア
トミックにフェッチされたＰＴＥの内容が、ｖ１Ｌ＝１
．０と状態判定されていたバッファ内ＰＴＥと等しいこ
とを検証することによって実行される。そのように比較
検証されるとＬビットが１にセットされる。他の場合、
ＭＶＰＧ命令が最初から実行し直される。

ＭＶＰＧ命令が終了すると、ＬビットとＥＳＭＶＰＧ　
）リガがＯにセットされる。

したがって他のＣＰＵがＭＶＰＧを介してＰＴＥをアク
セスしていることを確認しながら、ＥＳ内有効ＰＴＥを
無効にするには、制御プログラムハ、単にコンベア・ス
ワップ命令を実行すればよい。これはアトミック動作で
、Ｖｌ　Ｌ＝１、Ｏであることを検証し、ＶをＯにセッ
トする。Ｌビットが１であったため１ここのコンベア・
スワップ動作が失敗した場合、制御プログラムは、それ
が成功するまで動作を繰り返すことができる。ただしＬ
ビットが、命令の終了後にビットをリセットできなかっ
たワイルド・ストアやマイクロコードのエラーによって
１にセットされている可能性がある。いずれの場合も、
コンベア書スワップが無事に終了することはない。した
がってコンベア・スワップを一定回数試行した後、制御
プログラムは、ＩＥＳＢＥ命令を実行して、ＰＴＥを無
効にし、同時にロック・ビットにエラーがあるかどうか
を検証できる。

制御プログラムは、ＰＴＥのＬビットが誤ってオンにな
っていることが証明されるききはＩＥＳＢＥを使用でき
る。たとえばソースＰＴＥかデスティネーシ１ンＰＴＥ
のいずれかでＬビットが１であったためにＭＶＰＧが失
敗し、Ｌ＝１の状態が継続することを（定時的な検査や
、ＭＶＰＧ命令の実行を再開しようとして何度も失敗す
るなどによって）制御プログラムが確認した場合、制御
プログラムは、ＩＥＳＢＥを発行して、Ｌビットが誤っ
てオンになっているかどうか検出することができる。

本発明の目的には、ＰＴＥのロック・ビット（Ｌ）がい
つ誤って保持されているかを制御プログラムが検出でき
る手段を提供することも含まれる。これは、オペランド
として問題のＰＴＥを指定したＩＥＳＢＥ命令を発行す
ることによって行われる。ＩＥＳＢＥは最初に、ＥＳ内
仔効ビット（Ｖ）を０にセットし、よって、後にＭＶＰ
Ｇを実行するＣＰＵがそのＰＴＥのＬビットを取得する
のを禁止するａ　ｔＳを設定する。次に、ＭＶＰＧ命令
の実行中に取得されたＰＴＥロック・ビットをどのＣＰ
Ｕも保持していないことが分かったとき、全ＣＰＵに応
答を求める。すなわち、ＣＰＵはすべて、ＥＳＭＶＰＧ
トリガがＯのときだけ応答する。ＩＥＳＢＥ命令は、各
ＣＰＵからの応答を受信してから終了する。命令終了後
にロックがまだ保持されていた場合は、ＭＶＰＧ命令を
実行するためにこのロックを保持しているＣＰＵはない
ことが分かる。制御プログラムのプロトコルが、ＭＶ　
Ｐ　Ｇ命令の実行中に、ロックがマシンによってのみ有
効に使用されるようなものである場合、ロックが誤って
保持されているのが分がる。

ＳＩＨによるＭＶＰＧ　　　の このページ移動命令は、Ｓ　Ｉ　Ｅ（ｓｔａｒｔＩｎｔ
ｅｒｐｒｅｔｌｖｅ　ｅｘｅｃｕｔｌｏｎ）命令を用い
たＩＥモードで動作するページ可能モードの仮想マシン
内で、データの移動に用いられる従来のものよりもパフ
ォーマンスを大幅に向上できる。ＳＩＥ命令については
、ＩＢＭが発行している「インタプリティブ・エクセキ
ューシＰン（ＩｎｔｅｒｐｒｅｔｌｖｅＥｘｅｃｕｔｉ
ｏｎ）Ｊ　　（Ｓ　Ａ　２２−７０９６、ＴＮＬ：５Ｎ
２２−０６９２）に説明されている。

ページ可能モードの仮想マシンには、ゲスト・リアルと
いうストレージφレベルがあり、これは（ゲス）ＰＳＷ
にＴ＝Ｏが指定されているとき）ゲストの動的アドレス
変換の助けを借りなくてもアクセスされる。このような
仮想マシンで実行されるプログラムは、このストレージ
を実ストレージと認識するが、ページの内容は、ストレ
ージ階層（メイン・ストレージ、拡張ストレージ、ＤＡ
ＳＤなど）のどこにでも存在し得、ホストのＰＴＥと補
助ホスト制御ブロックによって表される。

ゲスト・プログラムのアドレスは、ＳＩＥのファシリテ
ィ、動的アドレス変換、および適用できる場合はアクセ
ス会レジスタ変換によってホスト・リアルに変換される
。ゲスト命令のフェッチまたはオペランドの参照によっ
て、ホストのＭＳで有効でないゲスト・リアルｅストレ
ージのページがアドレス指定されようとすると、通常は
ページ型フォールトが起こり、制御はホストの制御プロ
グラムに渡ってフォールト処理が行われるが、以下で述
べるように、ページ可能モードのＤＡＴオフ会ゲスゲス
トＶＰＧを使ってページをゲスト書リアルのあるロケ−
シーンから別のロケ−シーンへ移動させるときは、オペ
ランドのページについてはホスト・ページ・フォールト
が回避される。

ページ可能モードＤＡＴオフ・ゲストの場合、ＭＶＰＧ
命令は流れ図（第３図ないし第１５図）のように動作す
るが、　“ＰＳＷのＤＡＴビットはＴ＝１か？”のテス
トがすべてＹＥＳのパスをとることが異なる。これは、
ページ可能モードΦゲストの場合、ゲストのＰＳＷでＴ
＝０が指定されていても、ＳＩＥファシリティは常に動
的アドレス変換を行うからである。

第１２図から分かるように、移動が（制御プログラムの
介在なく）成功するのは、オペランド−ページが両方と
もホストのＭＳかＥＳにある場合である。ページのいず
れかか両方がＭＳでもＥＳでも無効であれば、ＳＩＥイ
ンクセブンｅン（特殊なプログラム割り込み）が（第１
２図のシーケンスで）生成される。このインクセプシ日
ンの前には、ホストがＭＶＰＧ命令を終了させるのを補
助するゲストのＳ　Ｄ　（ｓｔａｔｅ　ｄｅｓｃｒｉｐ
ｔｉｏｎ）にプロセッサが情報を格納していることに注
意したい。

ホストは通常はこのインタセプションに対して次のよう
に応答する。

１、デスティネーシ日ン・ページが現在有効でなければ
、デスティネーション・ページ・フレームをメイン中ス
トレージに割り当てる。

２、必要なページ転送動作（Ｉｌｏ、ページイン、また
は移動）を行ってソース・ページの内容をデスティネー
ション・ページ・フレームへ送る。

３、現在を効でなければデスティネーシ日ンＰＴＥを有
効にする。

デスティネーシ日ン・ページが無効なときは、その内容
をメイン・ストレージへもってくる必要はない。ソース
・ページとそっくり１ｉｔｌｌｋされるからである。ま
たメイン・ストレージのソース・ページを有効にする必
要もない。

いずれの場合も、ＭＶＰＧはデータ転送動作１回、ホス
ト会プログラムの起動１回で終了する。

従来の技術では、データ転送動作が３回まで（それぞれ
ＭＶＣＬオペランドのためにページ・フォールトを解決
し、１回は実際にＭＶＣＬを実行）およびページ会フォ
ールトが２回必要になった。

もう一つ、従来の技術よりも優れた点は、プロセッサが
（ＳＤにおいて）ＭＶＰＧのオペランドを表すＰＴＥ実
アドレスをホストに与えることである。これにより、ペ
ージ会フォールトの解決に必要だったように、ホスト−
プログラムがゲストの実アドレスをホストのＰＴＥアド
レスに変換する必要がなくなる。この変換方法は、アク
セス・レジスタ変換と動的アドレス変換の両方のンミュ
レーシｅンを伴うので、かなり複雑になることがある。

よって、従来の技術（ＭＶＣＬで別にページ変換例外割
り込みが行われる）を上回るＭＶＰＧ命令のメリットは
、ページ可能モード・ゲストが実ストレージのあるロケ
−シーンから次のロケ−シーンへ移動を行うときは、次
のようになる。

１、ホスト制御プログラムの起動回数が少なくなる。

２、不要なデータ転送がなくなる。

３、ゲスト・リアルからホストＰＴＥへの変ｍがな　く
　なる。

隨ユＬ１ 本明細書の各図に示した流れ図は、明細書の説明および
以下の用語の説明と合わせて読むことによって理解でき
るように、詳細に記述している。

（ＫＥＹ ＤＤＲ ＫＥＹ Ｓ 　Ｃ Ｓ ５ＡＲ ＰＳＷの３１ビットφアドレシ ング・モード噂ビット ＰＳＷの４ビットＭＳストレー ジ・アクセス・キー ３１ビット・アドレス ＧＲｒｌ＋１の４ビット・スト レージ・アクセス・キー ＰＳＷの２ビ、ト・アドレス空 間刊御フィールド ＰＴＥの変更ビット ＰＳＷの２ビット条件コード・ フィールド 制御ストア 制御ストア・アドレス・レジス ＤＡＴＡ−トリガを示すデータ・エラーＥＲＲｌにセッ
トされるとＥＳベージ のデータ・エラーを示す。

ＤまたはＤＳＴ　　デスティネーン關ン（デスティネー
シ■ン・ページに関係する 項目を参照） ＥＮＤ　　　　　ＭＶＰＧ命令に対する処理の異常終了 ＥＯＰ　　　　　実行されている命令の動作の終了 ＥＲＥＧ　　　　　実行されている命令を含む１６ビッ
ト実行レジスタ ＥＳＡ　　　　　エンタープライズ中システム・アーキ
テクチャ ＥＳＡ）リガ　　１のときＥＳＡモードＥＳＢＮ　　　
　　拡張ストレーン・ブロック番号ＥＸＣＥＰＴＩＯＮ
　　命令実行中に生じた異常条件 ＥＸＣＥＰＴｒＯＮ　　１にセットされると、アトトリ
ガ　　　　　　　レスのデータのフェッチでのアクセス
例外をホす Ｆ　　　　　　　　ＸＰＴＥのフェッチ・プロテクト・
ビット Ｉ　　　　　　　　ＰＴＥのＭＳ内；１１（効ビット。

ＰＴＥのアドレスがＭＳのページ を指定しないことを示す ＩＡ　　　　　　ＰＳＷの３１ビット命令アドレス ＩＬＣ次に実行される命令のＭＳロケーシａンを計算す
るのに用いられ る３ビット長の命令コード Ｉ　Ｎ　Ｖ　−ＯＰ　　　！！！を助動作例外。これに
よってプログラム割り込みが起こる ＩＮＶ−ＰＴＥ　　　無効ＰＴＥ　　ト　リ　ガ。　Ｄ
ＡＴがＰＴＥに■ビットを検出したとき １にセットされるとそのページ・ アドレスがＭＳ内無効であるこ とを示す ＫＭ　　　　　　制御レジスタの１６ビットＯＧ ＲＡ Ｓ３ ＶＰＧ ＭＶＰＧトリが ＡＧＥ− ＲＡＮＳ ＧＩＮ ＧＯＵＴ ＧＭ キー・マスク ＰＴＥのロック・ビット ＭＳ内のロケーシロン ＤＡＴを実行する実アドレス・ ロード命令 ３ビット左シフト ページ移動。ＭＶＰＧ命令また はＭＶＰＧトリガを参照 ｌにセットされるとＥＳへの ページ移動が進行中であること を示す ＰＴＥの非キー制御プロテクト・ ビット ＰＴＥのページ・プロテクト・ ビット ページ変換例外。これによって プログラム割り込みが起こる ページイン命令 ページアウト命令 対応するアクセス例外に対する プログラム割り込み ＰＲＶ−ＯＰ　　　特権動作例外。これによってプログ
ラム割り込みが起こる ＰＲＯＴ　　　　　プロテクト例外。これによってプロ
グラム割り込みが起こる ｐｓｗ−ｐ　　　　ｐｓｗの問題状態ビットＰＴＥ　　
　　　ページ・テーブル・エントリＲＥＳベージに用い
られるＰＴＥ の参照ビット ＳＡ　　　　　　ＳページがＥＳで有効かつロックされ
ていることを示すトリガ ＳＢ　　　　　　　ＳページがＥＳで有効なことを示す
トリガ ５ＫＥＹ　　　　　対応するＥＳページのプロテクトに
用いられるＸＰＴＥの４ ビット・ストレージ−プロチク ト・キー ５ＰＥＣＩＦ　　　ｔｌｉ定例外。これによってプログ
ラム割り込みが起こる ＳまたはＳＲＣソース（ソース・ページに関係ＴＡ ＲＡＮＳ− ＰＥＣ ■ ＳＩ Ｓ２ Ｓ３ する項目を参照） 格納動作に用いられる３１ビツ ト・ストレージ・アドレス・レ ジスタ ＰＳＷの動的アドレス変換モー ド・ビット。　■にセットされる とプロセッサにＤＡＴモードが 存在することを示す 変換指定例外。これによってプ ログラム割り込みが起こる ＰＴＥのＥＳ内有効ビット ＤＳＴオペランドΦベージφア ドレス用ワーキング争ストレー ジー時ホルダ ＳＲＣオペランドΦページ−ア ドレス用ワーキング・ストレー ジー時ホルダ ＥＳで有効なＰＴＥのアドレス 用ワーキング・ストレージ−時 ホルダ ＷＳ４　　　　　５−ＰＴＥまたはソース書オペランド
実ページ・アドレス用 ワーキング・ストレージ−時ホ ルダ ＷＳ５　　　　　　Ｄ−ＰＴＥまたはＤＳＴオペランド
ＰＦＲＡベージ・フレーム 実アドレス用ワーキング・スト レージ−時ホルダ ＸＤ　　　　　　　１のとき、デスティネーシ１ン・ペ
ージにおいて５ＫＥＹによる テスト・フェッチが起こる ＸＰＴＥ　　　　　外部ページ・テーブル・エントリ ＸＳ　　　　　　　１のとき、ソース・ページにおいて
５ＫＥＹによるテストΦ フェッチが起こる ト　リ　ガ　　　熊　の　１ トリガは、命令のデコードごとに１にセットされる。例
外トリガは、フェッチによって生じる例外によってＯま
たは１にセットされる。

ＩＮＶ−ＰＴＥ　トＩＪガ＋ｔＤＡＴ動作４ｍ、１．っ
てＯか１にセッ′トされる。ＤＡＴＡ−ＥＲＲ）リガは
ＰＧＩＮａ令またはＰＧＯＵＴ命令によってＯか１にセ
ットされる。

以上、本発明を特定の実施例とあわせて説明したが、当
業者は、特許請求の範囲に定義されている本発明の要諦
と範囲から逸脱することなく様々な変更を加えることが
できる。

Ｅ０発明の効果 本発明によれば、非特権状態にあるプログラムにおいて
マシン命令内のオペランドの仮想アドレシングを用いた
各種命令の実行が可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図と第２図は、Ｍ　Ｖ　Ｐ　Ｇ　（ｍｏｖｅ　ｐａ
ｇｅ）命令の処理に用いられるハードウェアを示す図で
ある。 第３図ないし第１４図は、ＭＶＰＧ命令の実行処理を示
す図である。 第１５図はＮ　　Ｉ　Ｅ　Ｓ　Ｂ　Ｅ　（Ｉｎｖａｌｉ
ｄａｔｅ　ｅｘｐａｎｄｅｄｓｔｏｒａｇｅ　ｂｌｏｃ
ｋ　ｅｎｔｒｙ）命令の実行処理に用いられるハードウ
ェアを示す図である。 第 ６図と第１ ７図は、 ■ ＢＥ命令の実行 処理を示す図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）複数の電子ストレージをアクセスできるプロセッ
   サの命令に対するアドレス変換方法において、該ストレ
   ージが、サブページ・データ・ユニットの処理を可能に
   する電子メイン・ストレージ（ＭＳ）と、ページ・ユニ
   ットの処理だけを可能にする複数のストレージとを含み
   、該ストレージに格納されたページを指し示すために異
   なるアドレシングを行え、該プロセッサが、命令のオペ
   ランドに対して指定された変換テーブルを選択すること
   によってアドレス空間を決定する手段を含めて、該スト
   レージの仮想アドレシングをサポートする命令実行手段
   を含み、オペランドが指定された仮想アドレスがそれぞ
   れ、データや命令を格納できるページ・ユニット（ペー
   ジ）を指し示すページ・テーブル・エントリ（ＰＴＥ）
   を取得するために、変換テーブルをアクセスするのに用
   いられる、オペランドの仮想アドレスを変換する方法で
   あって、 複数の媒体フィールドによって複数の電子媒体を表し、
   かつページ・アドレス・フィールド１個が、該複数の媒
   体フィールドのいずれかに選択された状態によって、Ｐ
   ＴＥ内に示された複数の媒体のうち選択された媒体１個
   の中のページを物理的にアドレス指定できるＰＴＥをア
   クセスするステップと、 上記ＰＴＥを用いて、上記プロセッサが非監視状態にあ
   り得る間に処理された命令オペランドによって指定され
   た、仮想アドレスを変換し、該ＰＴＥ内の選択された媒
   体を示す媒体フィールドを発見し、該選択された媒体に
   必要なページとして、該ＰＴＥ内の上記アドレス・フィ
   ールド１個にあるアドレスのページを指すステップとを
   含む、アドレス変換方法。 （２）請求項（１）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 媒体１個に関連する媒体フィールドの個数とタイプが異
   なる複数のＰＴＥを設けるステップと、各ＰＴＥタイプ
   が上記媒体フィールドの値の組み合わせによって判定さ
   れており、アクセスされたＰＴＥの所定の位置の値を組
   み合わせることによって各ＰＴＥタイプを判定するステ
   ップとを含む、アドレス変換方法。 （３）請求項（２）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 各ＰＴＥタイプの所定位置の各媒体フィールドにビット
   １個を与えるステップと、 上記ＰＴＥ内の媒体ビット位置の組み合わせを判定して
   、そのＰＴＥタイプを上記プロセッサに知らせるステッ
   プとを含む、アドレス変換方法。 （４）請求項（３）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 各ＰＴＥタイプの所定位置のＭＳ媒体フィールドにビッ
   ト１個を与え、各ＰＴＥタイプの別の所定位置のＥＳ媒
   体フィールドにビット１個を与えるステップと、 上記ＭＳ媒体フィールドの０ビットと上記ＥＳ媒体フィ
   ールドの０ビットの組み合わせとしてのＰＴＥタイプ１
   個を、上記ＰＴＥ内のアドレス・フィールドがＭＳ内で
   有効なページ・アドレスを格納していることを示すもの
   として検出するステップと、 上記ＭＳ媒体フィールドの１ビットと上記ＥＳ媒体フィ
   ールドの１ビットの組み合わせとしての別のＰＴＥタイ
   プを、上記ＰＴＥ内のアドレス・フィールドがＥＳ内で
   有効なページ・アドレスを格納していることを示すもの
   と検出するステップと、 上記ＭＳ媒体フィールドの１ビットと上記ＥＳ媒体フィ
   ールドの０ビットの組み合わせでは、上記ＰＴＥ内のア
   ドレス・フィールドがＭＳでもＥＳでも無効なことが示
   され、有効なＰＴＥタイプが存在しないことを検出する
   ステップとを含む、アドレス変換方法。 （５）請求項（１）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 監視（特権）状態で動作する制御プログラムを使用して
   、ＰＴＥ内の上記複数の媒体フィールドのいずれかを、
   選択された状態にセットし、該複数の媒体のうちどの媒
   体が、アドレス指定されたページを格納しているかを示
   し、かつ該ページのＰＴＥ内のアドレス・フィールド１
   個を、選択された媒体の物理アドレスにセットして該ペ
   ージを指し示し、該ＰＴＥの内容が非監視状態で動作す
   る命令によって変更可能になるのを防ぐステップを含む
   、アドレス変換方法。 （６）請求項（１）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 上記ＰＴＥにビット位置１個を設けて上記媒体フィール
   ドのそれぞれを表し、各媒体フィールドに、表現された
   媒体に選択された状態として特定の状態を用いるステッ
   プを含み、異なる該媒体フィールドのいずれかに対して
   ビット位置が１個しか選択された状態にセットされない
   、アドレス変換方法。 （７）請求項（１）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 上記媒体フィールドのいずれも、動的アドレス変換の間
   に選択された状態を持たないとき、ページ・フォールト
   ・シグナルを与え、上記ＰＴＥによって表されたページ
   を、該ＰＴＥの媒体フィールドによって表された電子媒
   体以外の媒体からアクセスすることを、監視状態で動作
   する制御プログラムに要求するステップを含む、アドレ
   ス変換方法。 （８）請求項（５）に記載の命令プロセッサのアドレス
   変換方法であって、上記プロセッサがマルチプロセッサ
   ・システム（ＭＰ）において動作可能であり、下記のス
   テップを用いて、（非監視状態を含む）任意の状態で命
   令を実行する、アドレス変換方法。 アクセスされたＰＴＥによってロック・フィールドの状
   態をテストして、該ＰＴＥによってアドレス指定された
   ページのロック／アンロック状態を判定し、プロセッサ
   が該ページのアクセスを許可されているかどうかを判定
   するステップと、上記ＰＴＥに対してロック状態が示さ
   れている場合には上記命令の実行を終了するが、該ロッ
   ク状態が該ＰＴＥに対して示されていない場合には、上
   記ロック・フィールドを該ロック状態にセットして、上
   記システムの他のプロセッサに対して、該ＰＴＥによっ
   てアドレス指定されたページが別のプロセッサによって
   アクセスされるものではないことを示し、よって該ロッ
   ク状態をセットしたプロセッサが、該ＰＴＥによってア
   ドレス指定されたページを排他的にアクセスできるよう
   にするステップ。 （９）請求項（８）に記載の命令プロセッサにおけるア
   ドレス変換方法であって、 上記ロック・フィールドを表すために上記ＰＴＥにビッ
   ト位置１個を設けるステップを含むアドレス変換方法。 （１０）請求項（１）に記載の命令プロセッサにおける
   アドレス変換方法であって、 上記ＰＴＥに、または上記ＰＴＥから指示できるプロテ
   クト・キー・フィールドを設けて、上記複数の媒体のう
   ち選択された一つの媒体内の、該ＰＴＥによってアドレ
   ス指定されたページに対してプロテクト・キー状態を示
   すステップを含む、アドレス変換方法。 （１１）請求項（１０）に記載の命令プロセッサにおけ
   るアドレス変換方法であって、 上記ＰＴＥ内に、または上記ＰＴＥから指示できる変更
   フィールドと参照フィールドを設けて、上記選択された
   媒体内のＰＴＥによってアドレス指定されたページに対
   する変更または参照を示すステップを含むアドレス変換
   方法。 （１２）請求項（１０）に記載の命令プロセッサにおけ
   るアドレス変換方法であって、 上記ＰＴＥ内に、または上記ＰＴＥから指示できるフェ
   ッチ・プロテクト・フィールドを設けて、上記選択され
   た媒体内のＰＴＥによってアドレス指定されたページに
   対してフェッチ・プロテクトがいつ存在するかを示すス
   テップを含むアドレス変換方法。 （１３）請求項（１０）に記載の命令プロセッサにおけ
   るアドレス変換方法であって、 各ＰＴＥに非キー・プロテクト・フィールドを設けて、
   該ＰＴＥのプロテクト・キー・フィールドの設定にかか
   わらず、上記選択された媒体のＰＴＥによってアドレス
   指定されたページに対してキー・プロテクトが非活動化
   されていることを示すステップを含むアドレス変換方法
   。 （１４）請求項（１１）、（１２）、（１３）のいずれ
   かに記載の命令プロセッサにおけるアドレス変換方法で
   あって、 上記変更フィールド、参照フィールド、フェッチ・プロ
   テクト・フィールド、および非キー・プロテクト・フィ
   ールドのそれぞれに対して、各ＰＴＥにビット位置１個
   を設けるステップを含むアドレス変換方法。 （１５）請求項（１）に記載のアドレス変換方法を含む
   命令実行方法であって、 プロセッサを任意の動作状態（非監視状態と監視状態を
   含む）にセットして、アプリケーシヨン・プログラムを
   含めた任意のプログラムの実行を可能にするステップと
   、 オペレーション・コードと、ソース・オペランドの仮想
   アドレスおよびデスティネーシヨン・オペランドの仮想
   アドレスを指定する二つのオペランドとを含み、該オペ
   ランドの仮想アドレスがそれぞれ、ソース・オペランド
   ＰＴＥとデスティネーション・オペランドＰＴＥとを取
   得するために、同じ変換テーブルまたは異なる変換テー
   ブルによって変換される、ページ・コピー命令を実行す
   るステップと、 上記ページ・コピー命令の構造が、該命令のオペランド
   のページをアクセスするために選択された媒体（または
   ある媒体）に依存しないようにするステップと、 上記ソースＰＴＥ内および上記デスティネーションＰＴ
   Ｅ内の媒体フィールドをアクセスして、ソース媒体とデ
   スティネーション媒体が両方とも、対応するＰＴＥにて
   選択されているかどうかを判定し（該ソース媒体と該デ
   スティネーション媒体には同じ電子ストレージまたは異
   なる電子ストレージを選択でき）、該ソースＰＴＥから
   はソース・ページ・アドレスを、該デスティネーション
   ＰＴＥからはデスティネーシヨン・ページ・アドレスを
   取得するステップと、 上記ソース・ページ・アドレスのソース・ページを上記
   ソース電子ストレージに読み込むステップと、 上記ソース・ページから読み込まれたデータを上記デス
   ティネーシヨン電子ストレージの上記デスティネーショ
   ン・ページ・アドレスに書き込み、どのデータもあらか
   じめ上記デスティネーション・ページに読み込んでおく
   必要をなくし、上記ページ・コピー命令の実行が成功し
   ている間は上記プロセッサにその処理状態（非監視状態
   を含む）を変更させないステップとを含む、命令実行方
   法。 （１６）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、上記ソース媒体と上記
   デスティネーション媒体が、両方とも対応するＰＴＥに
   て選択されていない場合には、上記プロセッサの例外を
   シグナル通知し、上記ページ・コピー命令の実行が成功
   していないことを示すステップと、 上記例外のために上記ページ・コピー命令の実行を抑止
   して、監視制御プログラムによって上記プロセッサを監
   視状態に切り替え、対応する媒体フィールドを、媒体が
   選択されていない上記ソースＰＴＥまたは上記デスティ
   ネーシヨンＰＴＥに、該ＰＴＥのいずれも媒体が選択さ
   れていることを示さない場合は両ＰＴＥに、セットする
   ステップとを実行する、ページ・コピー命令方法。 （１７）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、現在のプロセッサ状態
   （非監視状態であり得る）での実行を終える前に上記監
   視制御プログラムの活動化を可能にするステップを実行
   する、ページ・コピー命令方法。 （１８）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、ソース媒体とデスティ
   ネーション媒体が両方とも選択されておらず、ページ操
   作が成功していないことが示される場合に、該プロセッ
   サに条件コードをセットするステップと、 上記ページ・コピー命令の実行を終了するステップとを
   実行する、ページ・コピー命令方法。 （１９）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、上記命令のオペランド
   に命令終了オプション・フィールドを設けて、条件コー
   ドの設定によって該命令の実行が完了するかどうか、ま
   たは監視制御プログラムが、後に分岐命令が続くことな
   く、ページ・フォールト例外条件を処理するために、該
   命令の実行が完了した後で介入できるようにする例外条
   件によって、該命令の実行が完了するかどうかを示すス
   テップを実行する、ページ・コピー命令方法。 （２０）請求項（１９）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、条件コードをセットす
   ることによって該命令の実行が完了することを、上記命
   令終了オプション・フィールドがいつ示すかを検出する
   ステップと、 条件コードをセットして、該命令の実行中に明らかにな
   った例外状態を示すステップとを実行する、ページ・コ
   ピー命令方法。 （２１）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、上記命令のオペランド
   に命令終了オプション・フィールドを設けて、条件コー
   ドの設定によって該命令の実行が完了するかどうか、ま
   たは該命令によってホストの制御プログラムにインター
   セプションがかかり、該命令の実行中に判定されたペー
   ジ・フォールト例外条件がすべて処理されるかどうかを
   示すステップを実行する、ページ・コピー命令方法。 （２２）請求項（２１）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、ホストの制御プログラ
   ムにエミュレーシヨン・モード・インターセプシヨンが
   生じて、該命令の実行中に判定されたページ・フォール
   ト例外条件がすべて処理されることを、上記命令終了オ
   プシヨン・フィールドがいつ示すかを検出するステップ
   と、 ゲスト・プログラムが実アドレシング・モードで動作す
   るとき、現在のページ移動命令を含むプログラムがいつ
   、エミュレーション・モードで動作するゲスト・プログ
   ラムであるかを検出するステップと、 上記ページ移動命令の内容の表現と、既存のすべてのペ
   ージ・フォールト例外条件についての情報とをステート
   ・ディスクリプタ制御ブロックに格納するステップと、 上記ホスト制御プログラムに対してエミュレーシヨン・
   モード・インターセプションを開始して、上記ページ・
   コピー命令によって生じ得るページ・フォールト例外条
   件をすべてインターセプション１回で処理できるように
   するステップとを実行する、ページ・コピー命令方法。 （２３）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、それぞれのＰＴＥタイ
   プの各ＰＴＥ内の媒体フィールドのそれぞれにビット位
   置１個を設けるステップと、 各ＰＴＥ内の１ビットの媒体フィールドのいずれかを、
   選択された状態にセットして、上記ページ・コピー命令
   に対して、該ＰＴＥによって表されたページが実際に電
   子ストレージに存在することを示すステップとを実行す
   る、ページ・コピー命令方法。 （２４）請求項（１６）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、上記プロセッサが、上記ＰＴＥか上記デス
   ティネーションＰＴＥのいずれか、または両方において
   媒体フィールドが選択されていないときの例外の通知に
   応答して、ページ・フォールト・ハンドラ・ルーチンを
   アクティブにし、上記制御プログラムが下記の処理を実
   行できるようにするステップを実行する、ページ・コピ
   ー命令方法。 使用可能な媒体を選択し、媒体の選択を要する各ＰＴＥ
   において、対応する媒体のビットを、選択された状態に
   セットするステップと、 選択された媒体にページ・フレームを割り当て、対応す
   るＰＴＥ内のアドレス・フィールドを、割り当てられた
   ページ・フレームに選択された媒体内のロケーションに
   セットするステップ。 （２５）請求項（８）に記載の命令実行方法であって、
   ＭＰのあるプロセッサが、 アクセスされたソースＰＴＥ内とアクセスされたデステ
   ィネーションＰＴＥ内のロック・フィールドをテストし
   て、両ＰＴＥ内のロック・フィールドの状態を判定する
   ステップと、 上記ソースＰＴＥと上記デスティネーションＰＴＥのい
   ずれでもアンロック状態が示される場合には、両ＰＴＥ
   内で上記ロック・フィールドをロック状態にセットし、
   該ロック・フィールドを該ロック状態にセットして、該
   ロック状態が存在する間はいずれのＰＴＥでも選択され
   たページをアクセスしないよう警告する上記プロセッサ
   によって、各ＰＴＥによってアドレス指定されたページ
   が排他的に保持されていることを、上記システムの他の
   プロセッサに示すステップとを含む、上記ページ・コピ
   ー命令を実行する命令実行方法。（２６）請求項（８）
   に記載の命令方法であって、ＭＰのあるプロセッサが、 アクセスされたソースＰＴＥ内とアクセスされたデステ
   ィネーションＰＴＥ内のロック・フィールドをテストし
   て、両ＰＴＥ内のロック・フィールドの状態を判定する
   ステップと、 上記ソースＰＴＥと上記デスティネーションＰＴＥのい
   ずれでもアンロック状態が示される場合には、両ＰＴＥ
   内で上記ロック・フィールドをロック状態にセットし、
   該ロック・フィールドを該ロック状態にセットして、該
   ロック状態が存在する間は、該選択された媒体内のＰＴ
   Ｅのページを他のプロセッサがアクセスすることを防ぐ
   上記プロセッサによって、両ＰＴＥによってアドレス指
   定された、選択された媒体（またはある媒体）内のペー
   ジが排他的に保持されていることを、上記システムの他
   のプロセッサに示すステップとを含む、上記ページ・コ
   ピー命令を実行する命令実行方法。 （２７）請求項（２８）に記載の命令方法において、上
   記ＭＰの別のプロセッサが上記ページ・コピー命令を実
   行しているとき、アクセスされたＰＴＥ内のロック状態
   であって、上記ＰＴＥによってアドレス指定されたペー
   ジが、ロック状態にあり、衝突の発生していない別のＰ
   ＴＥによって他のページがアドレス指定されている場合
   に、別のプロセッサが同じ媒体または他の媒体内の該別
   のページをアクセスしているとしても、上記ロック・フ
   ィールドを該ロック状態にセットした上記プロセッサ以
   外のどのプロセッサによっても、アクセスされないもの
   であることを、上記ＭＰの上記ＰＴＥをアクセスしてい
   る他のプロセッサに示すステップを含む、ロック状態。 （２８）請求項（１５）に記載の命令方法において、上
   記ページ・コピー命令を実行する上記ＭＰのプロセッサ
   であつて、 アクセスされたソースＰＴＥ内とアクセスされたデステ
   ィネーションＰＴＥ内のロック・フィールドをテストし
   て、両ＰＴＥ内のロック・フィールドの状態を判定する
   ステップと、 上記ソースＰＴＥ内でも上記デスティネーションＰＴＥ
   内でもアンロック状態が示される場合は、非ＭＳ媒体ペ
   ージが選択された各ＰＴＥにおいてのみ、上記ロック・
   フィールドを上記ロック状態にセットし、該ロック・フ
   ィールドを該ロック状態にセットして、該ＰＴＥ内に該
   ロック状態が存在する間は、該選択された非ＭＳ媒体ペ
   ージをアクセスしないよう該他のプロセッサに警告した
   上記プロセッサによって、該ＰＴＥによって選択された
   非ＭＳ媒体ページが排他的に保持されていることを、上
   記システムの他のプロセッサに示すが、あるＰＴＥ内の
   該ロック・フィールドは、該ＰＴＥ内の選択された媒体
   として示された非ＭＳ媒体ページにロック状態を与える
   ためにのみ用いられ、ＭＳ内のページをロックするため
   に他の手段を用いるステップとを実行する、プロセッサ
   。 （２９）請求項（２８）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、各ＰＴＥのビット位置
   １個を所定状態にセットして、該ＰＴＥの上記媒体フィ
   ールドのいずれかによって選択された非ＭＳ媒体の上記
   ロック状態を示すステップを実行する、プロセッサ。 （３０）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、上記ソースＰＴＥと上
   記デスティネーションＰＴＥのそれぞれにプロテクト・
   キー・フィールドを設けて、各ＰＴＥに選択された媒体
   として示された非ＭＳ媒体内の、上記ＰＴＥによってア
   ドレス指定されたページに割り当てられたプロテクト・
   キーを格納するステップを実行する、プロセッサ。 （３１）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、各ＰＴＥに変更フィー
   ルドと参照フィールドとを与えて、該ＰＴＥに選択され
   た媒体と示された非ＭＳ媒体内の、ＰＴＥによってアド
   レス指定されたページに対する変更または参照を示すス
   テップを実行する、プロセッサ。 （３２）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、各ＰＴＥにフェッチ・
   プロテクト・フィールドを与えて、該ＰＴＥに選択され
   た媒体と示された非ＭＳ媒体内の、ＰＴＥによってアド
   レス指定されたページにフェッチ・プロテクトが存在す
   るかどうかを示すステップを実行する、プロセッサ。 （３３）請求項（３０）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、各ＰＴＥに非キー・プ
   ロテクト・フィールドを設けて、該ＰＴＥのプロテクト
   ・キー・フィールドの設定にかかわらず、該ＰＴＥに選
   択された媒体と示された非ＭＳ媒体内の、ＰＴＥにアド
   レス指定されたページに、非キー・プロテクトがいつか
   けられているかを示すステップを実行する、プロセッサ
   。 （３４）請求項（２９）ないし（３３）のいずれかに記
   載のページ・コピー命令方法におけるプロセッサであっ
   て、 各ＰＴＥのロック、変更、参照、フェッチ、および非キ
   ー・プロテクトの各フィールドにビット位置１個を与え
   るステップを実行する、プロセッサ。 （３５）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、実行中のページ・コピ
   ー命令のオペランドに関連したフィールドに与えられ、
   該命令のデスティネーション・ページをある特定の電子
   ストレージに格納しようとする意図を監視制御プログラ
   ムに示す、インテンション・パラメータを検出するステ
   ップを実行する、プロセッサ。 （３６）請求項（３５）に記載のページ・コピー命令方
   法におけるプロセッサであって、インテンション・パラ
   メータ・フィールドを与えて、上記ページ・コピー命令
   のデスティネーション媒体としてＭＳが望ましい電子ス
   トレージであることを示すステップと、 ＭＳが上記デスティネーションＰＴＥに選択された媒体
   ではない場合、あらかじめセットされたインテンション
   ・パラメータに応答して監視制御プログラムを起動し、
   ＭＳ内のページ・フレームが上記デスティネーション媒
   体に割り当てられるかどうかを該制御プログラムが判定
   できるようにするステップとを実行する、プロセッサ。 （３７）請求項（１５）に記載のページ・コピー命令方
   法であって、 上記プロセッサが、デスティネーション・ページにコピ
   ーするために、上記媒体内のソース・ページに対するデ
   ータをアクセスするときに、該プロセッサによって用い
   られる高速バッファ（キャッシュ）をバイパスするステ
   ップを含む、ページ・コピー命令方法。 （３８）請求項（３７）に記載の命令方法であって、 上記プロセッサがデータをソース・ページからデスティ
   ネーション・ページへコピーするときに、該プロセッサ
   によって用いられる高速バッファ（キャッシュ）をバイ
   パスするステップと、ＭＳが、選択されたデスティネー
   ション媒体であることが上記デスティネーションＰＴＥ
   によって示される場合に、上記高速バッファのバイパス
   を禁止して、上記ソース・ページを上記キャッシュへコ
   ピーするのを可能にするステップとを含む、ページ・コ
   ピー命令方法。 （３９）請求項（３７）に記載の命令方法であって、 変換されたアドレスに関連するインテンション・パラメ
   ータ・フィールドと、ＭＳが、上記ページ・コピー命令
   のデスティネーシヨン媒体として望まれた電子ストレー
   ジであることを示すインテンシヨン・パラメータとをあ
   らかじめセットしておくステップと、 ＭＳが、上記命令によって用いられたデスティネーショ
   ンＰＴＥに選択された媒体ではない場合、該命令の実行
   中に監視制御プログラムを起動し、該デスティネーショ
   ンＰＴＥのデスティネーション媒体の選択を該制御プロ
   グラムが調べ直せるようにするステップと、上記プロセ
   ッサが上記ソース・ページまたは上記デスティネーショ
   ン・ページに対するデータをアクセスするときに、該プ
   ロセッサによって用いられる高速バッファ（キャッシュ
   ）をバイパスすることを含めて、上記ページ・コピー命
   令の実行を再開するステップと、ＭＳが、選択されたデ
   スティネーション媒体であることが上記デスティネーシ
   ョンＰＴＥに示され、上記インテンション・パラメータ
   がセットされてＭＳが所望の媒体であることが示されて
   いる場合に、上記キャッシュのバイパスを禁止し、上記
   デスティネーション・ページのうち少なくともアドレス
   指定された部分を該キャッシュへコピーすることを可能
   にするステップとを含む、ページ・コピー命令方法。 （４０）請求項（３９）に記載の命令方法であって、 上記キャッシュ・バイパスを禁止している間に、ＭＳを
   示すパラメータに応答して上記ページ・コピー命令のデ
   スティネーション・オペランドによってアドレス指定さ
   れたバイトを含むデータのキャッシュ・ユニットだけを
   上記キャッシュにコピーするステップを含む、ページ・
   コピー命令方法。 （４１）請求項（３９）に記載の命令方法であって、 上記キャッシュ・バイパスを禁止している間に、ＭＳを
   示すパラメータに応答して上記ページ・コピー命令のデ
   スティネーシヨン・オペランドによってアドレス指定さ
   れたバイトを含むデータのデスティネーション・ページ
   全体を上記キャッシュにコピーするステップを含む、ペ
   ージ・コピー命令方法。 （４２）請求項（３７）に記載の命令方法であって、 上記プロセッサが、上記媒体内のソース・ページおよび
   非ＭＳ媒体内のデスティネーション・ページに対するデ
   ータをアクセスするときに、該プロセッサによって用い
   られる高速バッファ（キャッシュ）をバイパスするステ
   ップを含む、ページ・コピー命令方法。 （４３）請求項（１５）に記載の命令方法であって、 上記プロセッサが、ページ移動命令を実行するときに、
   該プロセッサによって用いられる高速バッファ（キャッ
   シュ）をバイパスするステップを含む、ページ・コピー
   命令方法。（４４）請求項８に記載のアドレス変換方法
   を用い、複数の媒体のＰＴＥのロック・フィールドがロ
   ック状態にセットされているときでも、後続の非特権命
   令が該ＰＴＥを使用できるようにするプログラム実行方
   法であって、上記プロセッサが、自体を監視状態にセッ
   トし、下記のステップを用いて、命令の実行を開始して
   、上記複数の媒体のＰＴＥによってアドレス指定された
   ページを無効にするステップを実行する、プログラム実
   行方法。 アクセスされたＰＴＥの媒体フィールドをすべてセット
   して、ページが該ＰＴＥによって有効と表されていない
   ことを示すステップと、 上記ＭＳの他のプロセッサにシグナルを同報して、他の
   プロセッサが上記ＰＴＥを用いて命令を実行しているか
   どうかについての応答を求めるステップと、 上記ＭＳの他のプロセッサがすべて上記同報シグナルに
   応答して、上記ＰＴＥを用いて命令を実行しているプロ
   セッサが他にないことを示すのを待つステップと、 上記ページ無効化命令の実行を終了するステップ。 （４５）請求項８に記載のアドレス変換方法を用い、複
   数の媒体のＰＴＥのロック・フィールドがロック状態に
   セットされているときでも、後続の非特権命令が該ＰＴ
   Ｅを使用できるようにするプログラム実行方法であって
   、上記プロセッサが、自体を監視状態にセットし、下記
   のステップを用いて、命令の実行を開始して、上記複数
   の媒体のＰＴＥによってアドレス指定された非ＭＳ媒体
   内のページを無効にするステップを実行する、プログラ
   ム実行方法。 アクセスされたＰＴＥの非ＭＳ媒体フィールドをセット
   して、該ＰＴＥによって表されたページが上記非ＭＳ媒
   体内に有効に格納されていないことを示すステップと、 上記ＭＳの他のプロセッサにシグナルを同報して、他の
   プロセッサが上記ＰＴＥを用いて命令を実行しているか
   どうかについての応答を求めるステップと、 上記ＭＳの他のプロセッサがすべて上記同報シグナルに
   応答して、上記非ＭＳ媒体を用いて命令を実行している
   プロセッサが他にないことを示すのを待つステップと、 上記ページ無効化命令の実行を終了するステップ。 （４６）請求項８に記載のアドレス変換方法を用い、複
   数の媒体のＰＴＥのロック・フィールドがロック状態に
   セットされているときでも、後続の命令が該ＰＴＥを使
   用できるようにするプログラム実行方法であって、上記
   プロセッサが、 自体を監視状態にセットし、下記のステップを用いて、
   命令の実行を開始して、上記複数の媒体のＰＴＥによっ
   てアドレス指定されたＥＳ媒体内のページを無効にする
   ステップを実行する、プログラム実行方法。 アクセスされたＰＴＥの、ロック・フィールドが関係す
   るＥＳ媒体フィールドをセットして、ＥＳページが該Ｐ
   ＴＥによって有効にアドレス指定されていないことを示
   すステップと、 上記ＭＳの他のプロセッサにシグナルを同報して、上記
   ＰＴＥのロック・フィールドをロック状態に保つ必要の
   ある命令を実行していないとの応答を求めるステップと
   、 上記ＭＳの他のプロセッサがすべて上記同報シグナルに
   応答して、ＥＳへのアクセスを要する命令を実行してい
   るプロセッサが他にないことを判定するのを待つステッ
   プと、 上記ＰＴＥのロック状態が、上記ＥＳ媒体 フィールドの無効状態によって解かれた状態で上記ペー
   ジ無効化命令の実行を終了するステップ。 （４７）請求項８に記載のアドレス変換方法を用い、複
   数の媒体のＰＴＥのロック・フィールドがロック状態に
   セットされているときでも、後続の命令が該ＰＴＥを使
   用できるようにするプログラム実行方法であって、上記
   プロセッサが、 自体を監視状態にセットし、下記のステップを用いて、
   複数の媒体のＰＴＥに対するページ無効化命令の実行を
   開始するプログラム実行方法。 アクセスされたＰＴＥの媒体フィールドをセットして、
   該ＰＴＥによって表されたページが、該ＰＴＥによって
   表された媒体に有効に格納されていないことを示すステ
   ップと、 上記ＭＳの他のプロセッサにシグナルを同報して、ある
   特定の媒体に対する上記ＰＴＥのページ・アドレスを示
   し、同報されたページ・アドレスのページをアドレス指
   定する命令を実行しているプロセッサがあるかどうかの
   応答を他のプロセッサに求めるステップと、上記ＭＳの
   他のプロセッサがすべて、上記同報シグナルに対して、
   アドレス指定されたページを使用しているプロセッサが
   他にないと応答するのを待つステップと、 上記ページ無効化命令の実行を終了するステップ。 （４８）電子メイン・ストレージ（ＭＳ）、電子拡張ス
   トレージ（ＥＳ）、および命令実行手段を持つ命令プロ
   セッサのページ・コピー方法であって、該実行手段が、
   命令によって指定され、仮想アドレスが指定された各オ
   ペランドに対して、該オペランドに対して指定されたセ
   グメント・テーブルを用いてアドレス空間を判定し、各
   セグメント・テーブルが、セグメント・テーブル・エン
   トリ（ＳＴＥ）を格納してページ・テーブルをアドレス
   指定し、各ページ・テーブルが、ページ・テーブル・エ
   ントリ（ＰＴＥ）を有してページを指し示すとき、 上記プロセッサを問題状態と仮想アドレシング状態とに
   セットするステップと、 オペレーションコードと、アクセスされたセグメント・
   テーブルを用いてソース・オペランドの仮想アドレスお
   よびデスティネーション・オペランドの仮想アドレスを
   指定した二つのオペランド指定とを格納し、該アクセス
   されたセグメント・テーブルが、該二つのオペランドに
   対して同じかまたは異なるセグメント・テーブルであり
   、該オペランド指定が、アクセス対象のページを格納し
   た特定の媒体に依存しない、ページ・コピー命令を実行
   するステップと、 上記ソース・オペランド仮想アドレスと上記デスティネ
   ーション仮想アドレスとを、上記アクセスされたセグメ
   ント・テーブルに適用して、各仮想アドレスに対するペ
   ージ・テーブルを指し示し、第１ＰＴＥと第２ＰＴＥが
   、上記二つのオペランドに対して同じかまたは異なるペ
   ージ・テーブルであるとき、ソース・ページのロケーシ
   ョンを格納した第１ＰＴＥとデスティネーション・ペー
   ジのロケーションを格納した第２ＰＴＥとをアクセスす
   るステップと、 上記第１および第２のＰＴＥの制御フィールドをアクセ
   スして、ＭＳとＥＳのいずれが、上記ソース・ページと
   上記デスティネーション・ページのロケーションを格納
   した電子ストレージであるかを判定するステップと、 上記第１ＰＴＥによって判定された電子ストレージ内の
   ロケーションの上記ソース・ページを読み取るステップ
   と、 上記ソース・ページから読み取られたデータを、上記第
   ２ＰＴＥによって判定された電子ストレージ内のロケー
   シヨンの上記デスティネーション・ページに書き込むス
   テップと、上記ソース・ページの読み取りと、該ソース
   ・ページの上記デスティネーション・ページへの書き込
   みとの成功または失敗を示して、仮想ページの移動をＥ
   ＳとＭＳとの間、ＭＳ内、またはＥＳ内で物理的に実行
   し、成功の指示が、上記プロセッサが非特権状態から抜
   けることなく与えられるステップとを含む、ページ・コ
   ピー方法。 （４９）請求項（４８）に記載の命令プロセッサのペー
   ジ・コピー方法であって、 上記命令にパラメータを設けて、ユーザが任意に、失敗
   の指示を受けないことを選択できるようにし、それに代
   えて、監視制御プログラムを起動して、該失敗の指示の
   原因となった条件を処理するステップを含む、ページ・
   コピー方法。 （５０）請求項（４８）に記載の命令プロセッサのペー
   ジ・コピー方法であって、 上記パラメータをセットして、失敗の指示に対して上記
   制御プログラムを起動し、上記命令の実行に対する成功
   の指示がないかどうかをテストする後続の条件つき分岐
   命令の必要をなくすステップを含む、ページ・コピー方
   法。 （５１）請求項（４８）に記載の命令プロセッサのペー
   ジ・コピー方法であって、 失敗の指示の原因となったページ・フォールト例外条件
   を生じさせ、上記命令の実行を再開する前に上記監視制
   御プログラムを起動して、該監視制御プログラムに該ペ
   ージ・フォールト条件を処理させるステップを含む、ペ
   ージ・コピー方法。 （５２）請求項（４８）に記載の命令プロセッサのペー
   ジ・コピー方法であって、 上記パラメータをセットして、ユーザが任意に選択でき
   る条件コードを置くことを選択し、上記命令の実行の成
   功または失敗の指示を与えるステップを含む、ページ・
   コピー方法。