JPH0926889A - 仮想計算機システム - Google Patents
仮想計算機システムInfo
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- JPH0926889A JPH0926889A JP17713495A JP17713495A JPH0926889A JP H0926889 A JPH0926889 A JP H0926889A JP 17713495 A JP17713495 A JP 17713495A JP 17713495 A JP17713495 A JP 17713495A JP H0926889 A JPH0926889 A JP H0926889A
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- JP
- Japan
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- processor
- virtual
- quota
- vmcp
- allocation amount
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 複数の仮想計算機（ＶＭ）とこれらＶＭを制
御する仮想計算機制御プログラム（ＶＭＣＰ）とから構
成される仮想計算機システムにおいて、各ＶＭに対する
プロセッサの割当て量の設定をＶＭ上で稼働するゲスト
ＯＳから変更可能とする。 【構成】 ＶＭ２上のＯＳが特定のＶＭ２を指定してプ
ロセッサ割当て量変更命令を発行すると、制御はＶＭＣ
Ｐ１に渡り、ＶＭＣＰ１はＶＭ制御テーブル３に設定さ
れた指定されたＶＭ２のプロセッサ割当て量を指定され
た値に変更する。以後ＶＭＣＰ１は変更されたプロセッ
サ割当て量に従ってプロセッサ時間をＶＭに割当てるス
ケジューリングを行う。
御する仮想計算機制御プログラム（ＶＭＣＰ）とから構
成される仮想計算機システムにおいて、各ＶＭに対する
プロセッサの割当て量の設定をＶＭ上で稼働するゲスト
ＯＳから変更可能とする。 【構成】 ＶＭ２上のＯＳが特定のＶＭ２を指定してプ
ロセッサ割当て量変更命令を発行すると、制御はＶＭＣ
Ｐ１に渡り、ＶＭＣＰ１はＶＭ制御テーブル３に設定さ
れた指定されたＶＭ２のプロセッサ割当て量を指定され
た値に変更する。以後ＶＭＣＰ１は変更されたプロセッ
サ割当て量に従ってプロセッサ時間をＶＭに割当てるス
ケジューリングを行う。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、仮想計算機システムに
係わり、特に各仮想計算機（ＶＭ）に割当てるプロセッ
サ時間の割当てスケジューリングを制御する仮想計算機
システムに関する。
係わり、特に各仮想計算機（ＶＭ）に割当てるプロセッ
サ時間の割当てスケジューリングを制御する仮想計算機
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】仮想計算機システムは、複数の仮想計算
機（ＶＭ）とこれらＶＭを制御する仮想計算機制御プロ
グラム（ＶＭＣＰ）とから構成される。各ＶＭでは１つ
のオペレーティングシステム（ＯＳ）が動作する。ＶＭ
ＣＰと各ＶＭのＯＳとは１台の実計算機の主記憶装置上
にロードされ、実行される。ＶＭＣＰのもつ機能の１つ
として各ＶＭに対するハードウェア資源としてのプロセ
ッサ時間の割当てスケジューリングがある。ＶＭに対す
るプロセッサの割当て方式として、プロセッサを特定の
ＶＭに占有使用させる占有割当て方式とプロセッサを複
数のＶＭで共用する共用割当て方式とがある。
機（ＶＭ）とこれらＶＭを制御する仮想計算機制御プロ
グラム（ＶＭＣＰ）とから構成される。各ＶＭでは１つ
のオペレーティングシステム（ＯＳ）が動作する。ＶＭ
ＣＰと各ＶＭのＯＳとは１台の実計算機の主記憶装置上
にロードされ、実行される。ＶＭＣＰのもつ機能の１つ
として各ＶＭに対するハードウェア資源としてのプロセ
ッサ時間の割当てスケジューリングがある。ＶＭに対す
るプロセッサの割当て方式として、プロセッサを特定の
ＶＭに占有使用させる占有割当て方式とプロセッサを複
数のＶＭで共用する共用割当て方式とがある。
【０００３】プロセッサの共用割当て方式では、各ＶＭ
についてのプロセッサの割当て量をあらかじめ定義して
おき、ＶＭＣＰはこのプロセッサ割当て量に従ってプロ
セッサ時間を共用する各ＶＭに割当てる。
についてのプロセッサの割当て量をあらかじめ定義して
おき、ＶＭＣＰはこのプロセッサ割当て量に従ってプロ
セッサ時間を共用する各ＶＭに割当てる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記のプロセッサ割当
て量の定義値を変更する場合には、オペレータがＶＭＣ
Ｐに対するコマンドを発行して変更しなければならな
い。このため例えば昼の時間帯と夜の時間帯でＶＭへの
プロセッサ割当て量を変更したい場合、あるいはホット
スタンバイシステムにおいて緊急時に現用系から待機系
へシステムの切り換えを行った後にただちに待機系及び
現用系のプロセッサ割当て量を変更したい場合には、オ
ペレータの介入が必要となり、オペレータの操作ミスを
起こしやすく、緊急時の対応が遅れる、システムの自動
運転ができない等の問題があった。
て量の定義値を変更する場合には、オペレータがＶＭＣ
Ｐに対するコマンドを発行して変更しなければならな
い。このため例えば昼の時間帯と夜の時間帯でＶＭへの
プロセッサ割当て量を変更したい場合、あるいはホット
スタンバイシステムにおいて緊急時に現用系から待機系
へシステムの切り換えを行った後にただちに待機系及び
現用系のプロセッサ割当て量を変更したい場合には、オ
ペレータの介入が必要となり、オペレータの操作ミスを
起こしやすく、緊急時の対応が遅れる、システムの自動
運転ができない等の問題があった。
【０００５】本発明は、外部条件の変化に応じて自動的
にプロセッサ割当て量を変更する仮想計算機システムを
提供することを目的とする。
にプロセッサ割当て量を変更する仮想計算機システムを
提供することを目的とする。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、ＯＳが外部条
件の変化に応じて特定のＶＭを指定してプロセッサ割当
て量を変更する指令を発行し、ＶＭＣＰが指定されたＶ
Ｍのプロセッサ割当て量を変更する仮想計算機システム
を特徴とする。
件の変化に応じて特定のＶＭを指定してプロセッサ割当
て量を変更する指令を発行し、ＶＭＣＰが指定されたＶ
Ｍのプロセッサ割当て量を変更する仮想計算機システム
を特徴とする。
【０００７】
【作用】運用スケジュールに従ってあるいは緊急事態等
に応じて関連するＶＭのプロセッサ割当て量をオペレー
タの介入なしで変更できる。またプロセッサ割当て量の
定義値と実際のプロセッサ使用時間とを比較することに
より、プロセッサ使用時間の過不足に応じてプロセッサ
割当て量の定義値を変更できる。
に応じて関連するＶＭのプロセッサ割当て量をオペレー
タの介入なしで変更できる。またプロセッサ割当て量の
定義値と実際のプロセッサ使用時間とを比較することに
より、プロセッサ使用時間の過不足に応じてプロセッサ
割当て量の定義値を変更できる。
【０００８】
【実施例】以下、本発明の一実施例について図面を用い
て説明する。
て説明する。
【０００９】仮想計算機システムのハードウェアは、少
なくとも１台の命令プロセッサ（ＩＰ）、主記憶装置、
入出力制御装置及び入出力装置で構成される。計算機が
複数のＩＰを有するときには、この複数のＩＰが共通の
主記憶装置を共用し、いわゆる緊密結合のマルチプロセ
ッサの形態で動作する。仮想計算機システムは、複数の
仮想計算機（ＶＭ）とこれらＶＭを制御する仮想計算機
制御プログラム（ＶＭＣＰ）とから構成される。各ＶＭ
では１つのオペレーティングシステム（ＯＳ）とこのＯ
Ｓによって制御される処理プログラムが動作する。ＶＭ
上で動作するＯＳはゲストＯＳと呼ばれる。ＶＭＣＰ、
ゲストＯＳ及び処理プログラムは主記憶装置上に格納さ
れ、ＩＰによって実行される。各ＶＭが使用するプロセ
ッサは論理的なものであるから実プロセッサとしてのＩ
Ｐと区別するために仮想ＩＰと呼ばれる。各ＶＭは少な
くとも１つの仮想ＩＰを使用し、ＶＭがマルチプロセッ
サ環境で動作するときには複数の仮想ＩＰを使用する。
ＶＭＣＰは各ＶＭについて設定された仮想ＩＰに実際の
ＩＰを一時的に割当てる。
なくとも１台の命令プロセッサ（ＩＰ）、主記憶装置、
入出力制御装置及び入出力装置で構成される。計算機が
複数のＩＰを有するときには、この複数のＩＰが共通の
主記憶装置を共用し、いわゆる緊密結合のマルチプロセ
ッサの形態で動作する。仮想計算機システムは、複数の
仮想計算機（ＶＭ）とこれらＶＭを制御する仮想計算機
制御プログラム（ＶＭＣＰ）とから構成される。各ＶＭ
では１つのオペレーティングシステム（ＯＳ）とこのＯ
Ｓによって制御される処理プログラムが動作する。ＶＭ
上で動作するＯＳはゲストＯＳと呼ばれる。ＶＭＣＰ、
ゲストＯＳ及び処理プログラムは主記憶装置上に格納さ
れ、ＩＰによって実行される。各ＶＭが使用するプロセ
ッサは論理的なものであるから実プロセッサとしてのＩ
Ｐと区別するために仮想ＩＰと呼ばれる。各ＶＭは少な
くとも１つの仮想ＩＰを使用し、ＶＭがマルチプロセッ
サ環境で動作するときには複数の仮想ＩＰを使用する。
ＶＭＣＰは各ＶＭについて設定された仮想ＩＰに実際の
ＩＰを一時的に割当てる。
【００１０】図１は、本実施例の仮想計算機システムの
機能的な構成を示す図である。図で点線の矢印は制御の
方向を示し、実線の矢印は情報の受け渡しを示す。ＶＭ
ＣＰ１は各ＶＭ２にＩＰを割当てるスケジューリングを
行う。各ＶＭ２を区別するためにＶＭ２−１，２−２，
・・・のように符号をつけている。各ＶＭ２ではゲスト
ＯＳ及びその処理プログラムが動作する。ＶＭ制御テー
ブル３は各ＶＭ２を管理するためのテーブルであり、Ｖ
Ｍ制御テーブル３−１，３−２，・・・はそれぞれＶＭ
２−１，２−２，・・・に対応する。仮想ＩＰ管理テー
ブル４は各仮想ＩＰに対する実ＩＰの割当てを管理する
ためのテーブルであり、仮想ＩＰ１，２，・・・に対応
して仮想ＩＰ管理テーブル４−１，４−２，・・・のよ
うに符号をつけている。運用スケジュール５はＶＭの運
用スケジュールについての情報を格納するファイルであ
る。運用スケジュール５は主記憶装置又は外部記憶装置
上に格納される。
機能的な構成を示す図である。図で点線の矢印は制御の
方向を示し、実線の矢印は情報の受け渡しを示す。ＶＭ
ＣＰ１は各ＶＭ２にＩＰを割当てるスケジューリングを
行う。各ＶＭ２を区別するためにＶＭ２−１，２−２，
・・・のように符号をつけている。各ＶＭ２ではゲスト
ＯＳ及びその処理プログラムが動作する。ＶＭ制御テー
ブル３は各ＶＭ２を管理するためのテーブルであり、Ｖ
Ｍ制御テーブル３−１，３−２，・・・はそれぞれＶＭ
２−１，２−２，・・・に対応する。仮想ＩＰ管理テー
ブル４は各仮想ＩＰに対する実ＩＰの割当てを管理する
ためのテーブルであり、仮想ＩＰ１，２，・・・に対応
して仮想ＩＰ管理テーブル４−１，４−２，・・・のよ
うに符号をつけている。運用スケジュール５はＶＭの運
用スケジュールについての情報を格納するファイルであ
る。運用スケジュール５は主記憶装置又は外部記憶装置
上に格納される。
【００１１】ＶＭＣＰ１はＶＭ制御テーブル３及び仮想
ＩＰ管理テーブル４を使用して各ＶＭ２にＩＰを割当て
るスケジューリングを行う。ＶＭ上の計算機運転プログ
ラムなどの処理プログラムが運用スケジュール５を参照
して運用のスケジュールを変更するときにはそのゲスト
ＯＳに指令を発行する。ゲストＯＳがプロセッサ割当て
量変更命令を発行すると制御はＶＭＣＰ１に移り、ＶＭ
ＣＰ１は当該ＶＭに対応するＶＭ制御テーブル３のプロ
セッサ割当て量を変更し、以後この変更されたプロセッ
サ割当て量に従ってＶＭのスケジューリングを行う。
ＩＰ管理テーブル４を使用して各ＶＭ２にＩＰを割当て
るスケジューリングを行う。ＶＭ上の計算機運転プログ
ラムなどの処理プログラムが運用スケジュール５を参照
して運用のスケジュールを変更するときにはそのゲスト
ＯＳに指令を発行する。ゲストＯＳがプロセッサ割当て
量変更命令を発行すると制御はＶＭＣＰ１に移り、ＶＭ
ＣＰ１は当該ＶＭに対応するＶＭ制御テーブル３のプロ
セッサ割当て量を変更し、以後この変更されたプロセッ
サ割当て量に従ってＶＭのスケジューリングを行う。
【００１２】図２（ａ）は、各ＶＭに対応するＶＭ制御
テーブル３のうち本発明に関連する項目のデータ形式の
例を示す図である。仮想ＩＰ番号３１は当ＶＭについて
設定された仮想ＩＰの番号である。プロセッサ割当て量
３３は当ＶＭについて割当てるＩＰ１台当りの割当て量
を定義するものであり、割当て量はタイムスライスを単
位としてその個数で設定される。タイムスライスは通常
１０ｍｓ〜２５ｍｓ程度の時間である。
テーブル３のうち本発明に関連する項目のデータ形式の
例を示す図である。仮想ＩＰ番号３１は当ＶＭについて
設定された仮想ＩＰの番号である。プロセッサ割当て量
３３は当ＶＭについて割当てるＩＰ１台当りの割当て量
を定義するものであり、割当て量はタイムスライスを単
位としてその個数で設定される。タイムスライスは通常
１０ｍｓ〜２５ｍｓ程度の時間である。
【００１３】図２（ｂ）は、各仮想ＩＰに対応する仮想
ＩＰ管理テーブル４のうち本発明に関連する項目のデー
タ形式の例を示す図である。プロセッサ割当て属性４１
は当仮想ＩＰが実ＩＰを占有するように割当てるか、他
の仮想ＩＰと共用するように割当てるかを示す識別子で
ある。ＶＭが複数の仮想ＩＰを設定するときにはそのプ
ロセッサ割当て属性４１はすべて同一である。タイムス
ライス割当て数４２はＶＭＣＰ１が当仮想ＩＰにタイム
スライスを割当てるときに制御に使用するカウンタであ
る。プロセッサ使用時間４３は当仮想ＩＰが実ＩＰを使
用した時間の累計値を格納する。実ＩＰ番号４４は当仮
想ＩＰに対して占有的に又は一時的に割当てられた実Ｉ
Ｐの番号である。ＶＭ制御テーブル３及び仮想ＩＰ管理
テーブル４は主記憶装置上のＶＭＣＰ１の領域内に設定
される。
ＩＰ管理テーブル４のうち本発明に関連する項目のデー
タ形式の例を示す図である。プロセッサ割当て属性４１
は当仮想ＩＰが実ＩＰを占有するように割当てるか、他
の仮想ＩＰと共用するように割当てるかを示す識別子で
ある。ＶＭが複数の仮想ＩＰを設定するときにはそのプ
ロセッサ割当て属性４１はすべて同一である。タイムス
ライス割当て数４２はＶＭＣＰ１が当仮想ＩＰにタイム
スライスを割当てるときに制御に使用するカウンタであ
る。プロセッサ使用時間４３は当仮想ＩＰが実ＩＰを使
用した時間の累計値を格納する。実ＩＰ番号４４は当仮
想ＩＰに対して占有的に又は一時的に割当てられた実Ｉ
Ｐの番号である。ＶＭ制御テーブル３及び仮想ＩＰ管理
テーブル４は主記憶装置上のＶＭＣＰ１の領域内に設定
される。
【００１４】ＶＭＣＰ１は、プロセッサ割当て属性４１
に共用の識別子を設定する仮想ＩＰについて、当仮想Ｉ
Ｐの仮想ＩＰ番号３１が設定されたＶＭ制御テーブル３
のプロセッサ割当て量３３の値をタイムスライス割当て
数４２に設定する。次にＶＭＣＰ１はタイムスライス割
当て数４２が１以上の最初の仮想ＩＰに実ＩＰの最初の
タイムスライスを割当て、タイムスライスの満了時に当
仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２から１を減じ、
タイムスライス割当て数４２が１以上の次の仮想ＩＰに
実ＩＰの次のタイムスライスを割当て、タイムスライス
の満了時にその仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２
から１を減じる。このようにして各仮想ＩＰにラウンド
ロビン式に順にタイムスライスを割当てていき、すべて
の仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２が０になった
時点で再び上記のようにプロセッサ割当て量３３の値を
タイムスライス割当て数４２に設定してタイムスライス
による各ＶＭへのプロセッサ時間の割当てスケジューリ
ングを繰り返す。ＶＭＣＰ１は、仮想ＩＰが実際にＩＰ
を使用した時間を計数し、その値を当仮想ＩＰについて
のプロセッサ使用時間４３に加算する。なおＶＭが割当
てられたタイムスライスを使い切る前に入出力待ち等プ
ロセッサを使用しない状態になると、ＶＭＣＰ１はその
タイムスライスを打ち切り、次の仮想ＩＰに次のタイム
スライスを割当てる。従って各ＶＭについて設定した仮
想ＩＰのプロセッサ使用時間４３はプロセッサ割当て量
３３に定義した値を正確に反映したものになるとは限ら
ない。
に共用の識別子を設定する仮想ＩＰについて、当仮想Ｉ
Ｐの仮想ＩＰ番号３１が設定されたＶＭ制御テーブル３
のプロセッサ割当て量３３の値をタイムスライス割当て
数４２に設定する。次にＶＭＣＰ１はタイムスライス割
当て数４２が１以上の最初の仮想ＩＰに実ＩＰの最初の
タイムスライスを割当て、タイムスライスの満了時に当
仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２から１を減じ、
タイムスライス割当て数４２が１以上の次の仮想ＩＰに
実ＩＰの次のタイムスライスを割当て、タイムスライス
の満了時にその仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２
から１を減じる。このようにして各仮想ＩＰにラウンド
ロビン式に順にタイムスライスを割当てていき、すべて
の仮想ＩＰのタイムスライス割当て数４２が０になった
時点で再び上記のようにプロセッサ割当て量３３の値を
タイムスライス割当て数４２に設定してタイムスライス
による各ＶＭへのプロセッサ時間の割当てスケジューリ
ングを繰り返す。ＶＭＣＰ１は、仮想ＩＰが実際にＩＰ
を使用した時間を計数し、その値を当仮想ＩＰについて
のプロセッサ使用時間４３に加算する。なおＶＭが割当
てられたタイムスライスを使い切る前に入出力待ち等プ
ロセッサを使用しない状態になると、ＶＭＣＰ１はその
タイムスライスを打ち切り、次の仮想ＩＰに次のタイム
スライスを割当てる。従って各ＶＭについて設定した仮
想ＩＰのプロセッサ使用時間４３はプロセッサ割当て量
３３に定義した値を正確に反映したものになるとは限ら
ない。
【００１５】図３は、ゲストＯＳが発行するプロセッサ
割当て量変更命令６１とそのパラメータ領域のデータ形
式を示す図である。
割当て量変更命令６１とそのパラメータ領域のデータ形
式を示す図である。
【００１６】図３（ａ）は、命令の形式を示すもので、
プロセッサ割当て量変更命令６１は命令コード、ベース
レジスタ（Ｂ１）の指定及びディスプレイスメント（Ｄ
１）の指定から成る。Ｂ１とＤ１とから得られるオペラ
ンド領域６２には、要求種別コード６３及びパラメータ
領域アドレス６４を設定する。要求種別コード６３は命
令が要求する機能を指定するもので、（１）プロセッサ
割当て量３３の変更要求、（２）プロセッサ割当て量３
３の通知要求及び（３）プロセッサ使用時間４３の通知
要求の３種類ある。パラメータ領域アドレス６４はパラ
メータ領域６５，７０の先頭アドレスを指定する。オペ
ランド領域６２及びパラメータ領域６５，７０は主記憶
装置上の当ゲストＯＳの領域内に設定される。
プロセッサ割当て量変更命令６１は命令コード、ベース
レジスタ（Ｂ１）の指定及びディスプレイスメント（Ｄ
１）の指定から成る。Ｂ１とＤ１とから得られるオペラ
ンド領域６２には、要求種別コード６３及びパラメータ
領域アドレス６４を設定する。要求種別コード６３は命
令が要求する機能を指定するもので、（１）プロセッサ
割当て量３３の変更要求、（２）プロセッサ割当て量３
３の通知要求及び（３）プロセッサ使用時間４３の通知
要求の３種類ある。パラメータ領域アドレス６４はパラ
メータ領域６５，７０の先頭アドレスを指定する。オペ
ランド領域６２及びパラメータ領域６５，７０は主記憶
装置上の当ゲストＯＳの領域内に設定される。
【００１７】図３（ｂ）は要求種別コード６３が（１）
プロセッサ割当て量３３の変更要求又は（２）プロセッ
サ割当て量３３の通知要求の場合のパラメータ領域６５
のデータ形式を示す図である。パラメータ領域長６６は
パラメータ領域６５の領域長を格納する。ＶＭＩＤ６７
は対象とするＶＭの識別コードである。完了コード６８
は命令実行が完了したときの完了コードを設定する。プ
ロセッサ割当て量６９は要求種別コード６３が（１）プ
ロセッサ割当て量３３の変更要求の場合には新たに要求
するプロセッサ割当て量を格納し、（２）プロセッサ割
当て量３３の通知要求の場合には当ＶＭのプロセッサ割
当て量３３を格納する。パラメータ領域長６６、ＶＭＩ
Ｄ６７及び（１）プロセッサ割当て量３３の変更要求の
場合のプロセッサ割当て量６９はゲストＯＳによって設
定される。完了コード６８及び（２）プロセッサ割当て
量３３の通知要求の場合のプロセッサ割当て量６９はＶ
ＭＣＰ１によって設定される。
プロセッサ割当て量３３の変更要求又は（２）プロセッ
サ割当て量３３の通知要求の場合のパラメータ領域６５
のデータ形式を示す図である。パラメータ領域長６６は
パラメータ領域６５の領域長を格納する。ＶＭＩＤ６７
は対象とするＶＭの識別コードである。完了コード６８
は命令実行が完了したときの完了コードを設定する。プ
ロセッサ割当て量６９は要求種別コード６３が（１）プ
ロセッサ割当て量３３の変更要求の場合には新たに要求
するプロセッサ割当て量を格納し、（２）プロセッサ割
当て量３３の通知要求の場合には当ＶＭのプロセッサ割
当て量３３を格納する。パラメータ領域長６６、ＶＭＩ
Ｄ６７及び（１）プロセッサ割当て量３３の変更要求の
場合のプロセッサ割当て量６９はゲストＯＳによって設
定される。完了コード６８及び（２）プロセッサ割当て
量３３の通知要求の場合のプロセッサ割当て量６９はＶ
ＭＣＰ１によって設定される。
【００１８】図３（ｃ）は、要求種別コード６３が
（３）プロセッサ使用時間４３の通知要求である場合の
パラメータ領域７０のデータ形式を示す図である。パラ
メータ領域長６６はパラメータ領域７０の領域長を格納
する。ＶＭＩＤ６７及び完了コード６８はパラメータ領
域６５の場合と同様である。仮想ＩＰ番号３１及びプロ
セッサ使用時間４３はそれぞれ当ＶＭについて設定され
た仮想ＩＰの番号と実ＩＰの使用時間である。パラメー
タ領域長６６及びＶＭＩＤ６７はゲストＯＳによって設
定される。完了コード６８、仮想ＩＰ番号３１及びプロ
セッサ使用時間４３はＶＭＣＰ１によって設定される。
（３）プロセッサ使用時間４３の通知要求である場合の
パラメータ領域７０のデータ形式を示す図である。パラ
メータ領域長６６はパラメータ領域７０の領域長を格納
する。ＶＭＩＤ６７及び完了コード６８はパラメータ領
域６５の場合と同様である。仮想ＩＰ番号３１及びプロ
セッサ使用時間４３はそれぞれ当ＶＭについて設定され
た仮想ＩＰの番号と実ＩＰの使用時間である。パラメー
タ領域長６６及びＶＭＩＤ６７はゲストＯＳによって設
定される。完了コード６８、仮想ＩＰ番号３１及びプロ
セッサ使用時間４３はＶＭＣＰ１によって設定される。
【００１９】図４は、プロセッサ割当て量変更命令６１
の処理を行うＶＭＣＰ１の処理の流れを示すフローチャ
ートである。ゲストＯＳがプロセッサ割当て量変更命令
６１を発行すると、ＩＰハードウェアはＶＭに関する命
令であることを検出してＶＭＣＰ１に制御を渡す。ＶＭ
ＣＰ１は命令のオペランド領域６２にあるパラメータ領
域アドレス６４からパラメータ領域６５，７０にアクセ
スし、パラメータを取得する（ステップ１１）。次にＶ
ＭＩＤ６７から対象とするＶＭの識別コードを得て指定
されたＶＭのＶＭ制御テーブル３を参照し、設定されて
いる仮想ＩＰ番号３１から仮想ＩＰ管理テーブル４を参
照し、そのプロセッサ割当て属性４１を参照する。プロ
セッサ割当て属性４１が共用であれば（ステップ１２共
用）、要求種別コード６３から要求種別コードを判定す
る（ステップ１３）。要求種別コードがプロセッサ割当
て量３３の変更要求であれば、パラメータ領域６５に設
定されたプロセッサ割当て量６９を指定されたＶＭのプ
ロセッサ割当て量３３に設定する（ステップ１４）。要
求種別コードがプロセッサ割当て量３３の通知要求であ
れば、指定されたＶＭのプロセッサ割当て量３３を当ゲ
ストＯＳのパラメータ領域６５のプロセッサ割当て量６
９に格納する（ステップ１５）。要求種別コードがプロ
セッサ使用時間４３の通知要求であれば、指定されたＶ
ＭのＶＭ制御テーブル３に設定されている仮想ＩＰ番号
３１と対応するプロセッサ使用時間４３とをパラメータ
領域７０に格納する（ステップ１６）。ステップ１４，
１５又は１６の処理が終わったとき、ＶＭＣＰ１は完了
コード６８に正常コードを格納して（ステップ１７）、
処理を終了する。プロセッサ割当て属性４１が占有であ
れば（ステップ１２占有）、完了コード６８にエラー終
了コードを格納して（ステップ１８）、処理を終了す
る。
の処理を行うＶＭＣＰ１の処理の流れを示すフローチャ
ートである。ゲストＯＳがプロセッサ割当て量変更命令
６１を発行すると、ＩＰハードウェアはＶＭに関する命
令であることを検出してＶＭＣＰ１に制御を渡す。ＶＭ
ＣＰ１は命令のオペランド領域６２にあるパラメータ領
域アドレス６４からパラメータ領域６５，７０にアクセ
スし、パラメータを取得する（ステップ１１）。次にＶ
ＭＩＤ６７から対象とするＶＭの識別コードを得て指定
されたＶＭのＶＭ制御テーブル３を参照し、設定されて
いる仮想ＩＰ番号３１から仮想ＩＰ管理テーブル４を参
照し、そのプロセッサ割当て属性４１を参照する。プロ
セッサ割当て属性４１が共用であれば（ステップ１２共
用）、要求種別コード６３から要求種別コードを判定す
る（ステップ１３）。要求種別コードがプロセッサ割当
て量３３の変更要求であれば、パラメータ領域６５に設
定されたプロセッサ割当て量６９を指定されたＶＭのプ
ロセッサ割当て量３３に設定する（ステップ１４）。要
求種別コードがプロセッサ割当て量３３の通知要求であ
れば、指定されたＶＭのプロセッサ割当て量３３を当ゲ
ストＯＳのパラメータ領域６５のプロセッサ割当て量６
９に格納する（ステップ１５）。要求種別コードがプロ
セッサ使用時間４３の通知要求であれば、指定されたＶ
ＭのＶＭ制御テーブル３に設定されている仮想ＩＰ番号
３１と対応するプロセッサ使用時間４３とをパラメータ
領域７０に格納する（ステップ１６）。ステップ１４，
１５又は１６の処理が終わったとき、ＶＭＣＰ１は完了
コード６８に正常コードを格納して（ステップ１７）、
処理を終了する。プロセッサ割当て属性４１が占有であ
れば（ステップ１２占有）、完了コード６８にエラー終
了コードを格納して（ステップ１８）、処理を終了す
る。
【００２０】以下、上記のプロセッサ割当て量変更命令
をどのように使用するかについて、ゲストＯＳ及びその
制御下の処理プログラムの処理を説明する。ゲストＯＳ
がプロセッサ割当て量の通知要求を発行すると、任意の
ＶＭのプロセッサ割当て量３３を知ることができる。次
にゲストＯＳがプロセッサ使用時間の通知要求を発行す
ると、指定されたＶＭについて設定された仮想ＩＰの実
際のプロセッサ使用時間を知ることができる。当ゲスト
ＯＳの制御下の運用プログラムは各ＶＭのプロセッサ割
当て量と経過時間とから各ＶＭのプロセッサ使用時間を
計算することができる。計算された各ＶＭのプロセッサ
使用時間と実際のプロセッサ使用時間とを比較すること
によって各ＶＭのプロセッサ割当て量３３の設定が妥当
であるかどうか判定できる。プロセッサ割当て量３３の
変更が必要であれば、ゲストＯＳを介してプロセッサ割
当て量の変更要求を発行し、目的とするＶＭのプロセッ
サ割当て量３３を変更できる。また各ＶＭの実際のプロ
セッサ使用時間を記憶装置に蓄積すれば、ＶＭの稼働に
ついての統計情報を得ることができる。さらに昼の時間
帯と夜の時間帯でＶＭの稼働状態を変更する場合には、
運用プログラムが運用スケジュール５に従って所定の時
刻になったとき関連するＶＭについてのプロセッサ割当
て量を変更することによって目的を達成することができ
る。例えばＶＭ２−１のプロセッサ割当て量を増加さ
せ、逆にＶＭ２−２のプロセッサ割当て量を減少させる
などである。また例えばＶＭ２−１を現用系、ＶＭ２−
２を待機系とするホットスタンバイシステムにおいて、
ハードウェアの障害又はソフトウェアのバグなどによ
り、現用系から待機系へシステムを切り換えるとき、シ
ステムの切り換え後ただちにＶＭ２−１とＶＭ２−２の
プロセッサ割当て量を変更してＶＭ２−２に多くのタイ
ムスライスを割当てるようにＶＭスケジューリングを行
うことができる。なお２組の実計算機の各々に同一バー
ジョンのＶＭＣＰと制御されるＶＭとを設定し、一方の
計算機上のＶＭを現用系、他方の計算機上のＶＭを待機
系とするホットスタンバイシステムでもＶＭのプロセッ
サ割当て量を変更できる。一方の計算機上のＶＭと他方
の計算機上のＶＭとが通信を行うために、両計算機が通
信路又は外部記憶装置を介して接続されていることが必
要である。
をどのように使用するかについて、ゲストＯＳ及びその
制御下の処理プログラムの処理を説明する。ゲストＯＳ
がプロセッサ割当て量の通知要求を発行すると、任意の
ＶＭのプロセッサ割当て量３３を知ることができる。次
にゲストＯＳがプロセッサ使用時間の通知要求を発行す
ると、指定されたＶＭについて設定された仮想ＩＰの実
際のプロセッサ使用時間を知ることができる。当ゲスト
ＯＳの制御下の運用プログラムは各ＶＭのプロセッサ割
当て量と経過時間とから各ＶＭのプロセッサ使用時間を
計算することができる。計算された各ＶＭのプロセッサ
使用時間と実際のプロセッサ使用時間とを比較すること
によって各ＶＭのプロセッサ割当て量３３の設定が妥当
であるかどうか判定できる。プロセッサ割当て量３３の
変更が必要であれば、ゲストＯＳを介してプロセッサ割
当て量の変更要求を発行し、目的とするＶＭのプロセッ
サ割当て量３３を変更できる。また各ＶＭの実際のプロ
セッサ使用時間を記憶装置に蓄積すれば、ＶＭの稼働に
ついての統計情報を得ることができる。さらに昼の時間
帯と夜の時間帯でＶＭの稼働状態を変更する場合には、
運用プログラムが運用スケジュール５に従って所定の時
刻になったとき関連するＶＭについてのプロセッサ割当
て量を変更することによって目的を達成することができ
る。例えばＶＭ２−１のプロセッサ割当て量を増加さ
せ、逆にＶＭ２−２のプロセッサ割当て量を減少させる
などである。また例えばＶＭ２−１を現用系、ＶＭ２−
２を待機系とするホットスタンバイシステムにおいて、
ハードウェアの障害又はソフトウェアのバグなどによ
り、現用系から待機系へシステムを切り換えるとき、シ
ステムの切り換え後ただちにＶＭ２−１とＶＭ２−２の
プロセッサ割当て量を変更してＶＭ２−２に多くのタイ
ムスライスを割当てるようにＶＭスケジューリングを行
うことができる。なお２組の実計算機の各々に同一バー
ジョンのＶＭＣＰと制御されるＶＭとを設定し、一方の
計算機上のＶＭを現用系、他方の計算機上のＶＭを待機
系とするホットスタンバイシステムでもＶＭのプロセッ
サ割当て量を変更できる。一方の計算機上のＶＭと他方
の計算機上のＶＭとが通信を行うために、両計算機が通
信路又は外部記憶装置を介して接続されていることが必
要である。
【００２１】本実施例によれば、計算機の運用スケジュ
ールに従って目的の時刻に各ＶＭのプロセッサ割当て量
をオペレータの介入なしで変更することができる。また
ホットスタンバイシステムにおいて、現用系のＶＭから
待機系のＶＭへ切り換えたときただちに各ＶＭのプロセ
ッサ割当て量を変更することができる。
ールに従って目的の時刻に各ＶＭのプロセッサ割当て量
をオペレータの介入なしで変更することができる。また
ホットスタンバイシステムにおいて、現用系のＶＭから
待機系のＶＭへ切り換えたときただちに各ＶＭのプロセ
ッサ割当て量を変更することができる。
【００２２】
【発明の効果】本発明によれば、外部条件の変化に応じ
て関連するＶＭのプロセッサ割当て量をオペレータの介
入なしで変更できるとともに、プロセッサ割当て量の設
定値と実際のプロセッサ使用時間とを比較することによ
り、プロセッサ割当て量の調整を自動的に行うことがで
きる。
て関連するＶＭのプロセッサ割当て量をオペレータの介
入なしで変更できるとともに、プロセッサ割当て量の設
定値と実際のプロセッサ使用時間とを比較することによ
り、プロセッサ割当て量の調整を自動的に行うことがで
きる。
【図１】実施例の仮想計算機システムの構成を示す図で
ある。
ある。
【図２】実施例のＶＭ制御テーブル３及び仮想ＩＰ管理
テーブル４のデータ形式を示す図である。
テーブル４のデータ形式を示す図である。
【図３】実施例のプロセッサ割当て量変更命令とそのパ
ラメータ領域のデータ形式を示す図である。
ラメータ領域のデータ形式を示す図である。
【図４】プロセッサ割当て量変更命令の処理を行うＶＭ
ＣＰ１の処理の流れを示すフローチャートである。
ＣＰ１の処理の流れを示すフローチャートである。
１：ＶＭＣＰ、２：ＶＭ、３３：プロセッサ割当て量、
６１：プロセッサ割当て量変更命令、６９：プロセッサ
割当て量
６１：プロセッサ割当て量変更命令、６９：プロセッサ
割当て量
Claims (1)
- 【請求項１】複数の仮想計算機（ＶＭ）が設定され、各
ＶＭで動作するオペレーティングシステム（ＯＳ）と、
各ＶＭについて設定されたプロセッサ割当て量に従って
各ＶＭへのプロセッサ時間の割当てスケジューリングを
行う仮想計算機制御手段（ＶＭＣＰ）とを有する仮想計
算機システムにおいて、 該ＯＳは外部条件の変化に応じて特定のＶＭを指定して
該プロセッサ割当て量を変更する指令を発行する手段を
設け、 該ＶＭＣＰは指定されたＶＭの該プロセッサ割当て量を
変更する手段を設けたことを特徴とする仮想計算機シス
テム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP17713495A JPH0926889A (ja) | 1995-07-13 | 1995-07-13 | 仮想計算機システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP17713495A JPH0926889A (ja) | 1995-07-13 | 1995-07-13 | 仮想計算機システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0926889A true JPH0926889A (ja) | 1997-01-28 |
Family
ID=16025781
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP17713495A Pending JPH0926889A (ja) | 1995-07-13 | 1995-07-13 | 仮想計算機システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0926889A (ja) |
Cited By (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH1185547A (ja) * | 1997-09-12 | 1999-03-30 | Hitachi Ltd | 仮想クラスタ構成方法 |
| JPH11194972A (ja) * | 1997-12-26 | 1999-07-21 | Nec Corp | リソースブロックによる資源分割管理方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
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| JP2004508616A (ja) * | 2000-06-20 | 2004-03-18 | テラスプリング・インコーポレーテッド | 拡張可能コンピューティングシステムの制御方法および装置 |
| US7117499B2 (en) | 2001-11-22 | 2006-10-03 | Hitachi, Ltd. | Virtual computer systems and computer virtualization programs |
| US7290259B2 (en) | 2000-12-28 | 2007-10-30 | Hitachi, Ltd. | Virtual computer system with dynamic resource reallocation |
| KR100790304B1 (ko) * | 2006-11-10 | 2008-01-02 | 주식회사 대우일렉트로닉스 | 자바 가상 머신과 운영 체제의 스케줄링 실행방법 |
| JP2008165410A (ja) * | 2006-12-27 | 2008-07-17 | Toshiba Corp | ゲストｏｓスケジューリング方法及び仮想計算機モニタ |
| JP2009110404A (ja) * | 2007-10-31 | 2009-05-21 | Toshiba Corp | 仮想計算機システム及び同システムにおけるゲストｏｓスケジューリング方法 |
| US7941799B2 (en) | 2004-05-27 | 2011-05-10 | International Business Machines Corporation | Interpreting I/O operation requests from pageable guests without host intervention |
| US8214622B2 (en) | 2004-05-27 | 2012-07-03 | International Business Machines Corporation | Facilitating management of storage of a pageable mode virtual environment absent intervention of a host of the environment |
-
1995
- 1995-07-13 JP JP17713495A patent/JPH0926889A/ja active Pending
Cited By (20)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US7117499B2 (en) | 2001-11-22 | 2006-10-03 | Hitachi, Ltd. | Virtual computer systems and computer virtualization programs |
| US8397239B2 (en) | 2001-11-22 | 2013-03-12 | Hitachi, Ltd. | Virtual computer systems and computer virtualization programs |
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