JPS61245253A - 仮想計算機の入出力制御方式 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明は、仮想計算機で使用する仮想磁気ディスク装置
を仮想計算機メモリとは別の仮想メモリ空間上に設け、
仮想計算機モニタのページング処理と仮想メモリ間のデ
ータ転送により、仮想計算機の入出力を実現した仮想計
算機システムに関するものである。

〔発明の背景〕

仮想計算機システムでは、１台の計算機システム内に複
数個の論理的な計算機（仮想計算機）を作り出し、これ
らの仮想計算機では一般のオペレ−ティングシステム（
以下、Ｏ８という）をそのまま動作させることができる
。この仮想計算機を実現するため、その生成、管理を行
う仮想計算機モニタではＣＰＵやメモリなどのハードウ
ェア資源を仮想化する技術を持つ。ＣＰＵについては、
時分割制御により各仮想計算機に均等にＣＰＵ時間を割
り振り、メモリについては、仮想メモリ方式により各仮
想計算機固有のメモリ空間を生成し、仮想計算機に与え
る。これらのメモリ空間は、それぞれ独立した仮想メモ
リ空間であり、他の仮想計算機からのメモリ破壊を防止
している。また入出力については、実入出力装置を仮想
計算機に接続した仮想入出力装置としてそのまま使う専
有装置方式と実入出力装置を複数の仮想計算機の仮想入
出力装置として共用して使う多重処理方式とがある。前
者の例としては、磁気テープ装置および磁気ディスク装
置が代表され、後者の例としては、カードリーダー５ラ
インプリンタなどのユニットレコード装置が一般に使用
される。仮想計算機の基本概念を第２図に示す。

実計算機１１上で仮想計算機モニタ（以下、ＶＭＭとい
う）１４が動作し、仮想計算機１２を作り出す。この仮
想計算機１２は、実計算機１１とほぼ同等の機能を有し
ているため、一般のＯ８をそのまま動作させることがで
き、また、この０８１５により生成される拡張計算機１
３の機能上で、ユーザプログラム１６の実行が可能とな
る。

ここで、実計算機１１とＶＭＭ１４の間およびＶＭＭ１
４の生成する仮想計算機１２と０３１５の間のインタフ
ェースはマシンインタフェースであり、拡張計算機１３
とユーザプログラム１６の間はＯＳインタフェースであ
る。

一方、この仮想計算機１２の入出力を高速化する方式と
して仮想入出力方式がある。この方式は。

仮想計算機１２の所有する仮想磁気ディスク装置（以下
、仮想ディスクという）の内容をＶＭＭ１４の生成する
仮想メモリ空間に格納し、仮想計算機１２から仮想ディ
スクに対する入出力命令およびこの入出力命令で指示す
る入出力チャネルプログラムをシミュレーションし、上
記仮想ディスクへのデータ転送要求はすべて仮想ディス
クの内容を持つ仮想メモリ空間（以下、仮想ディスク空
間という）へのデータ転送要求に置換え、メモリ間のデ
ータ移動により入出力を実現する方式である。この仮想
ディスク空間の概念図を第３図に示す。この図は仮想デ
ィスク空間を持つ仮想計算機の構成を示したものであり
、仮想計算機のメモリ空間（以下、仮想メモリという）
２１とは別に仮想ディスク空間２２が存在する。また、
その他に。

仮想計算機全体を制御する仮想ＣＰＵ２４．入出力操作
を行う仮想コンソール２５、仮想ラインプリンタ（ＬＰ
）２６、仮想カードリーダー（ＣＲ）２７、仮想磁気テ
ープ装置（ＭＴ）２８などから構成される。

仮想ディスク空間２２は、仮想計算機に取り付けられた
仮想ディスク２３の内容を持つものであり、仮想ディス
ク２３の容量に従い１台の仮想ディスク２３に対し、複
数の仮想ディスク空間２２を構成することができる。こ
れは、仮想ディスク空間２２内のデータ位置を示す仮想
アドレスが仮想メモリ２１の上限数を越えた場合に作成
されるものである。例えば、２４ビツトのアドレッシン
グモードの場合、１空間最大１６ＭＢ（メガバイト）ま
でしか表すことができないため、２０ＭＢの容量を持つ
仮想ディスクを仮想ディスク空間に格納するためには、
１６ＭＢのメモリ゛空間４ＭＢのメモリ空間の２面の空
間を必要とする。第３図の例では、この複数の仮想ディ
スク空間が作成されている様子を示している。

第４図は、仮想計算機の入出力命令のシミュレーション
処理を示した図である。

次に、仮想入出力方式の処理手順を第４図を用いて説明
する。

入出力の実行時、仮想計算機上のＯ８は該当する仮想デ
ィスクに対し、入出力命令である５ＩＯ（Ｓｔａｒｔ　
Ｉ　／　Ｏ）命令を発行する。このＳＩ○命令は特権命
令であり、仮想計算機から発行されると、仮想の特権命
令、つまり非特権命令として実行されるため、特権命令
例外のプログラム割り込みが発行し、ＶＭＭに制御が渡
る。第４図はこのプログラム割り込み処理を示したもの
である。

ＶＭＭでは、プログラム割り込みが発生すると、その割
り込みの割り込みコードを調べ（ステップ４０１）、特
権命令例外割り込みであることを感知し、次に特権命令
がＳＩＯ命令であるか否かを割り込みアドレスの示すメ
モリの内容を参照することで判断する（ステップ４ｏ２
）。次にＳＩＯ命令のオペランドを調べ、このオペラン
ドで指定した仮想ディスク装置アドレスが目的の仮想入
出力を行う仮想ディスクか否かを判定する（ステップ４
０３）、この判定処理４０３は、仮想ディスクを定義し
た仮想計算機のディレクトリファイルの入出力構成文よ
り作成される仮想ディスク対応の管理テーブル上に仮想
入出力モードピットを持ち、この入出力モードピットを
判定することにより行われる。もし、仮想入出力用の仮
想ディスクならば、次に入出力チャネルプログラムのシ
ミュレーションを行う（ステップ４０４，４０５）。

この入出力チャネルプログラムは、各入出力動作を記述
したＣ　ＣＷ　（Ｃｈａｎｎｅｌ　Ｃｏｍｍａｎｄ　Ｗ
ｏｒｄ）より構成される。通常の入出力動作におけｐｃ
’ｃＷ。

例を第５図に示す。

以下、ＣＣＷの説明して第４図に戻る。

（ｉ　）ＳＥＥＫコマンド４１ ディスクヘッドを指定のシリンダ番号位置に位置付ける
。

（…）Ｓｅｔ　５ｅｃｔｏｒコマンド４２セクタ番号を
セットし、回転で検知されるセクタ番号位置が目的のセ
クタ位置に到達するまで、入出力チャネルと入出力制御
装置の切り離しを行う。

（ｉｉｉ　）Ｓｅａｒｃｈコマンド４３目的のレコード
を捜す。目的のレコードは５ｅａｒｃｈコマンド４３の
データアドレスで示すＣＣＨＩＩＲとディスク上のレコ
ードのカウント部に入っている（１．ＣＨＨＲとの照合
により求められる。

（ｉｖ）ＴＩＣコマンド４４ Ｓｅａｒｃｈコマンド４３と連結して使われ、目的のレ
コードが見付かるまで、５ｅａｒｃｈコマンド４３に戻
り、サーチを繰り返す。

（ｖ　）ＲＥＡＤ／　ＷＲＩＴＥコマンド４５ＲＥＡＤ
　（入力）またはＲＩＴＥ　　（出力）動作を指定する
コマンドであり、バッファアドレスと転送バイト数によ
り、ディスク上のレコードの入出力を行う。

このようなチャネルプログラムを準備し、そのアドレス
をメモリ上の固定番地にあるＣＡＷ（Ｃｈａｎｎｅｌ　
ＡｄｄｒｅｓｓＷｏｒｄ）　４６にセットし、目的のデ
ィスク装置アドレスをオペランドに指定して、ＳＩ○命
令を発行することにより入出力が実行される。第４図の
仮想入出力方式の処理では、このＣＣＷを解析しくステ
ップ４０４）、シミュレーションを行う（ステップ４０
５）。このシミュレーション処理４０５は次の通りであ
る。５ｅａｒｃｈコマンド４３で指定するレコードの物
理アドレスＣＣＨＨＲを該当する仮想ディスクに対応し
た仮想ディスク空間内の仮想アドレスに変換する。この
変換処理１よ、別出願の明細書（発明の名称：仮想計算
機の入出力方式、特願昭６０− 発明者：高崎（本発明者）他２名）で示した通り、ハツ
シング方式などにより実行できる。この例を第６図に示
す。ＣＣＨＨＲ変換テーブルは、ハツシュ回路５６、ハ
ツシュテーブル５７およびシノニムテーブル５８より構
成され、ＣＣＨＨＲをハツシュ回路５６にてハツシュテ
ーブルエントリ番号に変換し、ハツシュテーブル５７の
エントリ内にＣＣＨＨＲと仮想アドレスを入れておくこ
とにより（この場合を５１で示す）　、ＣＣＨＨＲの仮
想アドレス変換が可能となる。もし、この変換で同一イ
ンデックスの発生、つまり、シノニムが発生した場合５
２には、シノニムテーブル５８を使用する。このシノニ
ムテーブル５８には、シノニムテーブルとして同一アン
デツクスを示すＣＣＨＨＲがチェインされており、この
チェインをたどり、入力のＣＣＨ）ＩＲ５３と一致する
ＣＣＨＨＲを仮想アドレスレジスタ５５に′選び出すこ
とにより、目的の仮想アドレスを得ることができる。ま
た、ハツシュテーブル５７およびシノニムテーブル５８
は仮想ディスク対応に設けられており、そのアドレスは
仮想ディスクの管理テーブル５４上に保持されている。

次に、入力動作か出力動作かをＲ１１！ＡＤ／ＷＲＩＴ
Ｅコマンド４５で判断し、このコマンド４５で指定する
人出力バツファと該当する仮想ディスク空間内のデータ
ブロックとでデータ転送を実施する（ステップ４０６）
、このデータ転送に使用する仮想計算機上の人出力バツ
ファアドレス、仮想ディスク空間上のデータブロックア
ドレスはいずれも仮想アドレスであり、データ転送時に
は実アドレスに変換する必要がある。この実アドレス変
換は、通常のアドレス変換命令Ｌ　ＲＡ　（Ｌｏａｄ　
ＲｅａｌＡｄｄｒｅｓｓ　）を使用して実施できるが、
この変換で変換例外が発生した場合、つまり実メモリ上
に該当する仮想メモリページが存在しない場合には、Ｖ
ＭＭのページング装置よりページングする必要がある（
ステップ４０７）、この制御は、ＶＭＭのメモリ管理が
行う（ステップ４０８）、また。

データ転送の実行には大容量のデータ転送に有効なＭＶ
ＣＬ　（Ｍｏｖｅ　Ｌｏｎｇ　）命令を利用する。

その他、５ＥＥＫコマンド４１のようなディスクヘッド
の移動制御を行うコマンドはディスクヘッドを持たない
仮想ディスク空間とは関係なく省酩できるため、　Ｎ　
ＯＰ　（Ｎａｐ　ＯＰｅｒａｔｉｏｎ　：何もしない）
として扱う。Ｓｅｔ　５ｅｃｔｏｒコマンド４２による
入出力チャネルの切り離しは、入出力チャネルを使用し
ない仮想入出力方式では省略できる。ＴＩＣコマンド４
４は、５ｅａｒｃｈコマンド４３のシミュレーションが
サーチのような検索動作ではなく、オペランドのＣＣＨ
ＨＲより直接計算にて目的のレコードアドレスを求める
ことができるため、ＴＩＣコマンドも必要なく、省略で
きる。このように、仮想入出力方式ではディスクヘッド
の移動制御など磁気ディスクの複雑な動作制御を省略で
きるため、入出力オペレーションも簡略化することがで
きる。

これらのＣＣＷシミュレーション処理がすべて終了し、
データ転送が完了すると、仮想計算機に渡す仮想終了割
り込みを作成しくステップ４０９）、仮想計算機ディス
パッチャを経由して仮想計算機に制御が戻る（ステップ
４１０）。

このように仮想入出力方式を採用した仮想計算機システ
ムでは、仮想ディスクに対する入出力を仮想メモリ間の
データ転送と効率の良いページング入出力に置換えるこ
とができるため、仮想計算機の処理能力を大幅な向上が
可能である。しかしながら、この仮想入出力方式では１
次のような点については配慮されていなかった。

（ｉ）仮想入出力方式では、仮想ディスク空間の作成は
仮想計算機が発行する入出力チャネルプログラムのＲＩ
ＴＥ系コマンドにて作成され、ＲＥＡＤ系コマンドにて
、その内容の読出しを行うことになる。

そして、その内容を保持する手段がないため、仮想計算
機が稼動している間しか存在しない一時ディスクとして
しか使用できず、使用範囲が限定される。

（…）仮想入出力方式を使用する仮想ディスクは一時デ
ィスクであり、仮想計算機上のＯ８にとっては新品のデ
ィスクとして扱うため、使用開始時には常にディスクの
初期設定（イニシャライズ）処理が必要とされる。

（ｉｎ）仮想ディスク空間は仮想メモリであり１作成し
た内容を保存できない。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、このような問題を解決し、従来の仮想
入出力方式を一時的に作成される仮想ディスクだけでは
なく、恒久ファイルの存在する一般の磁気ディスク装置
にまで適用し、仮想計算機の入出力処理を高速化するこ
とができる仮想計算機の入出力制御方式を提供すること
にある。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するために、本発明では次のような方式
を採用した。

（ｉ）仮想計算機の所有する仮想ディスクの内、仮想入
出力方式を使用する仮想ディスクの内容を該仮想ディス
クの使用前に仮想ディスク空間上に読込む。この読込み
の契機としては、仮想計算機の起動時または該仮想計算
機ユーザが指定する任意の時点に設定する。これを実現
するため、次の制御文または制御コマンドを設ける。

（ａ）ディレクトリファイル中のＶＤＩＳＫ文仮想計算
機起動時のパラメータである仮想計算機ディレクトリフ
ァイル中の入出力構成文に仮想ディスク空間の作成を定
義する仮想ディスク文を設ける。この文をＶＤＩＳＫ文
と呼び、第７図に例を示す。このＶＤＩＳＫ文には次の
情報を指定する。

■仮想装置アドレス 仮想ディスクの装置アドレスを指定する。

デバイスタイプ ■仮想ディスクのデバイスタイプを指定する。該デバイ
スタイプの指定によりＶＭＭは仮想ディスクのシリンダ
数、トラック数、トラックサイズなどのデバイス情報を
得ることができる。

■ボリュームシリアル番号または実装置アドレス該仮想
ディスクが存在する実デイスク装置を、実デイスク装置
のボリュームシリアル番号または実デイスク装置の装置
アドレスで指定する。これによりＶ　Ｍ　Ｍ　ｃｉ、処
理対象の実デイスク装置を識別することができる。

■開始シリンダ番号および終了シリンダ番号実デイスク
全体ではなく一部を仮想ディスクとして使用する場合（
例えば、ＩＢＭ社のＶＭ／ＣＭ　Ｓ　　（Ｃｏｎｖｅｒ
ｓａｔｉｏｎａｌ　Ｍｏｎ１ｔｏｒ　Ｓｙｓｔｅｍ　）
のミニディスクの場合）、または実ディスクの一部だけ
を取出し、仮想ディスクとして使用したい場合に指定す
る。この指定はシリンダ単位に行う。この指定がない場
合には、実デイスク装置の全シリンダが仮想ディスク空
間の対象となる。

ＶＭＭでは、このＶＤＩＳＫ文を仮想計算機の起動時に
読取り、該仮想ディスク用の仮想メモリ空間を作成する
。仮想メモリ空間の作成方法は、仮想メモリ空間をアド
レッシングするための変換テーブル（セグメント／ペー
ジテーブル）を作成し、該変換テーブルアドレスを仮想
ディスク毎に設けた管理テーブル内にセットすることに
より行われる０次に、該仮想ディスクの内容を該仮想デ
ィスクが存在する実ディスクから読込み、該仮想メモリ
空間に移す。この読込み方法としては、カウント部、キ
一部、データ部より構成されるレコードを１トラック分
１度にすべて読込む方法が、オーバヘッドが少なくと良
い。そのためには、読込み用のＣＣＷとしてＲＥＡＤ　
Ｍ　　ＣＫ　Ｄ　（Ｒｅａｄ　ＭｕｌｔｉｐｌｅＣｏｕ
ｎｔ　Ｋｅｙ　Ａｎｄ　Ｄａｔｅ）コマンドを利用する
（例えば、Ｍシリーズ計算機マニュアル：Ｍシリーズ統
合ディスク制御機構（８０８０−２−０１２）参照）。

この磁気ディスク空間内へのレコードの格納と同時に、
該レコードのＣＣＨＨＲと仮想アドレスの対応付けを第
６図に示すようなハツシュテーブルエントリまたはシノ
ニムテーブルエントリ内にセットする。

（ｂ）仮想ディスク空間作成コマンド（ＶＤＩＳＫコマ
ンド） 稼動中の仮想計算機を停止することなく、任意の時点で
仮想ディスク空間を作成できるようにするため、仮想デ
ィスク空間作成用のオペレータコマンドを設ける。この
コマンド例を第８図に示す。

ただし、第８図の例では、下記に示す仮想ディスク空間
の消去のオペランド（ＯＦ’Ｆの指定）も含んでいる。

該コマンドで指定する゛オペランドの内容は、上記項番
（ａ）と同じく仮想装置アドレス。

デバイスタイプ、ボリュームシリアル番号または実装置
アドレス、および開始と終了シリンダ番号から構成され
る。このコマンドが仮想計算機使用者（仮想計算機オペ
レータ）より発行されると、ＶＭＭでは上記（ａ）と同
様、実装置上にある仮想ディスクの内容を仮想ディスク
空間上に移す。

そして、その後の仮想計算機の入出力はすべて該仮想デ
ィスク空間と仮想計算機のメモリ空間とのデータ転送に
より実行する。

このように、ＶＤＩＳＫ文、ＶＤＩＳＫコマンドの設定
および実デイスク上に存在する仮想ディスクの読込み処
理の設定により、恒久ファイルを仮想ディスク空間上に
置くことができる。

（…）仮想計算機の終了時または仮想計算機オペレータ
の要求により、仮想ディスク空間の内容を仮想ディスク
上に移す、仮想計算機の終了時には、現在どの仮想ディ
スクが仮想ディスク空間を使用しているかは各仮想ディ
スクの管理テーブルのハツシュテーブルのアドレスフィ
ールドに値が入っているか否かで判断できるため、該仮
想ディスク空間の内容を読込むのとは、逆の手順により
、仮想ディスクの存在する実デイスク装置上に書き出す
、ただし、システムのライブラリファイルなど。

読込み動作だけを行い、書き込み動作を行わないＲＥＡ
Ｄオンリーの仮想ディスク空間に対しては、書込みは行
わない。この制御は、仮想ディスクの管理テーブル内に
判断ビットを持ち、仮想ディスクへのチャネルプログラ
ムでｖＲＩＴＥ系コマンドを検出した時のみ該ビットを
セットするようにする。

一方、仮想ディスク上のデータの保全のため、任意の時
点で仮想ディスク空間の中身を実ディスクとに書き出す
必要がある。そのため、仮想ディスク空間の書込み用コ
マンドを用意する。該コマンドは第８図のＶＤＩＳＫコ
マンドにオペランドを追加したものであり、次の指定項
目からなる。

■仮想装置アドレス 仮想装置アドレスを指定し、該当の仮想ディスク空間を
定義する。

■”　ＯＦ　Ｆ　”指定 “ＯＦＦ”と指定することにより、該仮想ディスク空間
の書込みを指示する。書込みは、第６図に示す全てのＣ
ＧＩＩ）ＩＨに対し行われる。書込み動作は、ＲＩＴＥ
　ＣＫ　Ｄ　（Ｉｌｌｒｉｔｅ　Ｃｏｕｎｔ　Ｋｅｙ　
Ａｎｄ　Ｄａｔｅ）コマンドによりルーコードずつ出力
するが、コマンドチェインを利用することにより複数レ
コードを連続して出力することができ、効率的に実行す
ることができる。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明する
。

本実施例は、仮想ディスクの読込み処理と書込み処理に
分かれる。

（ｉ）読込み処理 第１図（ａ）は、本発明を適用したＶＭＭによる読込み
処理のフローチャー１へ図である。これは。

第７図のＶＤＩＳＫ文および第８図のＶＤＩＳＫコマン
ドの発行により、ＶＭＭで実行する仮想ディスクの読込
み処理をフローチャートで示したものである。

以下、第１図（ａ）の処理を説明する。

まず、Ｖ［）ＩＳに文に記述した仮想装置アドレス対応
に管理テーブル５４を作成する（ステップ１０１）。

次に、ＣＣＩＩＩＩＲの仮想アドレスへの変換に必要な
ハツシュテーブル５７およびシノニムテーブル５８を確
保し、そのアドレスを上記管理テーブル５４内にセット
する。また、同時に仮想メモリ空間を作成し、そのセグ
メントテーブルアドレスも管理テーブル５４上にセット
する（ステップ１０２）。

テーブルをセットした後、ＶＤＩＳＫ文のデバイスタイ
プより、該当する仮想ディスクのシリンダ当たりのトラ
ック数およびトラック長を求める（ステップ１ｏ３）。

これは、デバイス特性を記述した定数テーブルを用意し
ておき、デバイスタイプに応じて、その値を取出すこと
により得ることができる。

実デイスク上のレコードをトラック単位に読出すため、
トラック長分のバッファを確保しておき（ステップ１０
４）、仮想アドレスの初期値としてゼロを設定する（ス
テップ１０５）。仮想ディスク空間の中は、キー（Ｋ）
部９２とデータ（Ｄ）部９３から構成されており（この
例を第９図に示す）、仮想アドレスはこの先頭アドレス
を示すことになる。レコードを仮想ディスク空間２３内
に読込むに従って、この仮想アドレスは、各々のレコー
ドのキ一部とデータ部の長さを加えることにより更新さ
れる。このキ一部９２とデータ部９３の長さは、レコー
ドのカウント（Ｃ）部９１に入っている値を利用する。

実ディスクより１トラック分のレコードを読込む（ステ
ップ１０６）。どの実ディスクから読込むかはＶＤＩＳ
Ｋ文のボリュームシリアル番号または実デイスク装置ア
ドレスで指定した値により決定される。また、どのシリ
ンダのトラックから読込みを開始するかは、　ＶＤＩＳ
Ｋ文に開始シリンダ番号が指定してあれば該当する番号
のシリンダから。

指定していなければシリンダ０から読込みを開始する。

トラックはトラック０から開始する。これは仮想ディス
クの指定が、シリンダ境界を原則としているからである
。

読込みが終了すると、バッファよりルーコードずつ取出
しくステップ１０７）、このレコードのカウント部に入
っているＣＣＨＩＩＲを第６図のハツシュ回路５６を使
って、ハツシュテーブルエントリ（以下、）Ｉ　Ｔ　Ｅ
という）番号に変換する（ステンプ１０８）。

変換されたＨＴＥに既にデータが入っているか否かＩ　
（Ｉｎｖａｌｉｄ　）ビット５９で判定しくステップ１
０９）、入っていなければ（Ｉビット５９が′１′の場
合）該当するＨＴＥにＣＣＨＨＲと仮想アドレスをセッ
トすると共に、■ビット５９を′０２にする（ステップ
１１０）。もし、入っていれば（エビット５９がｌ　Ｏ
ｊ　の場合）、シノニムレコードの発生として、シノニ
ムテーブル５８より空きエントリを得ると共に、このシ
ノニムレコードの発生が初めてか否か、つまり既にシノ
ニムレコードが発生しているか否か判断する（ステップ
１１１）、それは、上記ＨＴＥエントリのＳ（Ｓｙｎｏ
ｎｙｍ　）ビット６０の判定にて行い、このＳビット６
０が′Ｏ′の場合は初めてであり、′１′の場合は初め
てでないことを示す。初めての場合には、上記ＨＴＥに
は、　ＣＣＨＨＲと仮想アドレスのデータが入っている
ため、そのデータもシノニムテーブルに移し、チェイン
する。もし、Ｓビット６０が１１′の場合には、既にシ
ノニムレコードは存在するので、チェインをたどり、チ
ェインの最後に該当するシノニムレコードを繋ぐ。これ
により、第６図に示すようなハツシュテーブル５７とシ
ノニムテーブル５８を完成させることができる。そして
、該当するレコードのキ一部とデータ部を仮想ディスク
空間内の目的仮想アドレス位置に移す。

これらの処理を終了すると、次のレコードの仮想アドレ
スの計算を行う。これは、該当する仮想アドレス値にそ
のレコードのキー長およびデータ長を加えることにより
得られる（ステップ１１２）　。

この時、仮想アドレス値が仮想メモリサイズの上限を超
えた場合、仮想ディスク空間を追加作成し。

多重仮想空間を構成する。

第９図は、この多重仮想ディスク空間のアドレッシング
方法を現在の計算機（例えば、Ｍシリーズ計算機参照）
で採用している２４アドレツシングモードの側番使って
示したものであり〜ＣＣＨＨＲの変換された仮想アドレ
スレジスタ５５内の仮想アドレスの上位８ビツトで仮想
ディスク空間の番号を示し、残り２４ビツトにてその仮
想ディスク空間内の仮想アドレスを示す。これら複数の
仮想ディスク空間のアドレスは、ＳＴＯ（Ｓｅｇｍｅｎ
ｔＴａｂｌｅ　Ｏｒｉｇｉｎ）スタックとして管理テー
ブル５４内に、そのアドレスが保持される。

該当するレコードの処理が終了すると、処理ステップ１
０６で読込んだバッファ中に、まだ、レコードがあるか
否か判定しくステップ１１３）、ある場合はそのレコー
ドの仮想ディスク空間へのセットを行うため、処理ステ
ップ１０７に戻る。

残りレコードがない場合には１次のトラックを読むため
、読込みのチャネルプログラムのＣＣＨＨＲのトラック
番号（ＨＨ）をカウントアツプする（ステップ１１４）
。もし、カウントアツプ後のトラック番号がそのディス
クのシリンダ当たりのトラック数を超える場合には、こ
のシリンダの全トラックの処理終了として次のシリンダ
に移り、１トラック分のレコードの読込み処理１０６よ
り繰り返す。次のシリンダに移る場合には、ＨＨとＲの
ゼロクリアする（ステップ１１５，１１６）。

全てのシリンダを終了すると、この読込み処理は終了す
る（ステップ１１７）。

第９図は、仮想ディスク上のレコードの物理位置を示す
ＣＣＨＨＲから仮想ディスク空間上の仮想アドレス、お
よび実アドレスへの変換過程を示したものである。仮想
ディスク上のカウント部９１の内、ＣＣＨＨＲは仮想ア
ドレス変換回路９４を経由して仮想アドレスに変換され
る。この仮想アドレス変換回路９４の内容は、第６図に
示す通りである。

変換された仮想アドレスの内上位８ビット９５は、仮想
ディスク空間の番号を示し、下位２４ビツトにて該仮想
ディスク空間内の仮想アドレスを示す。

仮想ディスク空間番号９５は１選択回路９６を経由して
該当のセグメントテーブル先頭（ＳＴＯ）アドレスを選
び出す、このＳＴ○アドレスは、制御レジスタ９８にセ
ットされ、仮想アドレスレジスタ５５の下位２４ビツト
にある仮想アドレスがアドレス変換機構（Ｄｙｎａｍｉ
ｃ　ＡｄｄｒｅｓｓＴｒａｎｓｌａｔｉｏｎ　）９７に
より実アドレス９９に変換される。

（ｎ）書込み処理 仮想計算機の終了およびＶＤＩＳＫオペレータコマンド
のＯＦＦ指定で起動される仮想ディスク空間の書込み処
理は第１図（ｂ）の通りである。この書込み処理は読込
み処理の逆であり、仮想ディスク空間内のレコードのキ
一部、データ部およびハツシュテーブル５７やシノニム
テーブル５８内にあるカウント部を実デイスク上に書込
む。

以下、第１図（ｂ）の処理を説明する。

仮想ディスク空間に対し、一度もＷＲＩＴＥ系コマンド
が発行されなかった場合には、その仮想ディスクは更新
されていないので、実ディスクへの書込みを行う必要が
ない（ステップ１２０）、その時には、仮想ディスク空
間の解放のみを行う（ステップ１３４）、これは、仮想
ディスクの管理テーブル５４内に、ＷＲＩＴＥ系コマン
ドが発行された時にのみオンとなる情報ビットを設け、
そのビットを判定することにより実現できる。

実ディスクに出力する場合は、読込み処理と同様、トラ
ック単位に出力を行うため、１トラツク分のバッファを
確保する（ステップ１２１）。

次に、本仮想ディスク空間２３が出力する実デイスク上
の位置を求める（ステップ１２２）。これは、仮想ディ
スク空間の作成時、ＶＤＩＳＫ文より得た開始シリンダ
番号であり、仮想ディスクの管理テーブル５４内に保持
されている。このシリンダ番号（ＣＣ）にトラック番号
（ＨＨ）とレコード番号（Ｒ）を加え、　ＣＣＨＨＲを
構成する。トラック番号とレコード番号の初期値は、い
ずれもゼロである。

ＣＣＨＨＲを第６図のハツシュ回路（アドレス変換回路
）５６を使用して、仮想ディスク空間内の仮想アドレス
に変換する（ステップ１２３）、その後、変換された仮
想アドレスを第９図のような選択回路９６およびＤＡＴ
機構９７を経由して実アドレス９９に変換する。これら
変換処理１０１が不成功に終った場合には（ステップ１
２４）、そのＣＣＩ（ＨＲのレコードは存在しないもの
とみなす。

この場合、同一トラック内には、後続のレコードも存在
しないため、トラック終了と判断し、該トラックへの出
力処理１２８に移る。

変換成功の場合には（ステップ１２４）、出力バッファ
にカウント部、キ一部、データ部をセットシ（ステップ
１１３）　、ＷＲＩＴＥ　ＣＫＤ　ＣＣＶにバッファア
ドレスをセットし、その他のＣＣＷとコマンドチェイン
で繋ぐ（ステップ１２６）。

そして、レコード番号Ｒの値をカウントアツプしくステ
ップ１２７）、再度ＣＣＨＨＨのアドレス変換処理ステ
ップ１２３に向う。

トラック出力処理１２８では、まず、出力バッファ上に
レコードが存在しているか否かチェックし、存在してい
たならば、ＣＣＷの作成処理１２６で作成したチャネル
プログラムを使用して上記出力バッファの内容を実デイ
スク上に出力する（ステップ１２９）、レコードが存在
していない場合には、トラックにはレコードはないもの
とみなし、実ディスクへの入出力命令は実行しない。

そして、トラック番号のカウントアツプ（ステップ１３
０，１３１）またはシリンダ番号のカウントアツプをし
ながら（ステップ１３２，１３３）、１トラツクずつ出
力する（ステップ１２９）。

最後に、全シリンダ分出力し終ったことを確認し、ハツ
シュテーブル５７、シノニムテーブル５８、バッファな
どの制御テーブルの他、仮想ディスク空間２３を解放し
くステップ１３４）、この仮想ディスク空間の書込み処
理は終了する。仮想ディスク空間の解放処理は、この仮
想ディスク空間に割当てられていた実メモリページを解
放すると共に、ＶＭＭのページング装置上の領域を解放
し、最後にセグメント／ページテーブルを解放すること
により行われる。

このようにして、本実施例によれば、従来、一時ディス
クでしか実現できなかった仮想入出力方式の対象を通常
の恒久ファイルの存在する一般ディスクまで広げること
ができるようになる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、従来、一時ディ
スクでしか実現できなかった仮想入出力方式の対象を通
常の恒久ファイルの存在する一般ディスクまで広げるこ
とができ、かつ、仮想計算機の入出力処理を高速化する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を適用したＶＭＭによる仮想ディスクへ
の読込み処理と書込み処理を示すフローチャート図、第
２図は仮想計算機システムの概念図、第３図は仮想計算
機の構成図、第４図は仮想計算機の入出力命令のシミュ
レーション処理を示したフローチャート図、第５図はデ
ィスクへの入出力チャネルプログラムの例を、示した説
明図、第６図は仮想入出力方式で使用するＣＣＨＨＲ変
換テーブルの構成図、第７図はＶＤＩＳＫパラメータ文
の例を示す図、第８図はＶＤＩＳＫオペレータコマンド
の例を示す図、第９図はＣＣＨＨＲの実アドレス変換回
路である。 ４１．４２，４３，４４．４５・・・ＣＣＷ、４６・・
・ＣＡＷ、５３．５５・・・レジスタ、５６・・・ハツ
シュ回路、９４・・・仮想アドレス変換回路、９６・・
・選択＊　　　ノ　　Ｅ戸【〕 （αつ 第１目 第　２　口 第　４　口 第　６　目 第　９　口

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、仮想計算機と、該仮想計算機を管理する仮想計算機
   モニタとで構成され、該仮想計算機に接続された仮想磁
   気ディスク装置の内容を仮想計算機モニタの作成する仮
   想メモリ空間内に格納し、上記仮想計算機から該仮想磁
   気ディスク装置へ発行する入出力命令のシミユレーシヨ
   ン処理をする際、上記仮想メモリ空間と仮想計算機のメ
   モリ空間とのデータ転送により入出力を実行する仮想計
   算機システムにおいて、上記仮想計算機より仮想計算機
   モニタに対し、該仮想磁気ディスク装置のアドレスと仮
   想磁気ディスク装置が存在する実磁気ディスク装置アド
   レスを連絡する手段、該連絡を契機として該仮想磁気デ
   ィスク装置の内容を読取り、該内容を仮想磁気ディスク
   装置対応に存在する仮想メモリ空間上に格納する手段を
   有することを特徴とする仮想計算機の入出力制御方式。 ２、上記仮想磁気ディスク装置の使用終了時には、上記
   仮想計算機より仮想計算機モニタに対し、上記仮想磁気
   ディスク装置アドレスを連絡し、該連絡を契機として該
   仮想磁気ディスク装置の内容を保持した仮想メモリ空間
   の内容を該仮想磁気ディスク装置に書込むことを特徴と
   する特許請求の範囲第１項記載の仮想計算機の入出力制
   御方式。