JPS61184643A - 仮想計算機の起動制御方式 - Google Patents
仮想計算機の起動制御方式Info
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- JPS61184643A JPS61184643A JP2462985A JP2462985A JPS61184643A JP S61184643 A JPS61184643 A JP S61184643A JP 2462985 A JP2462985 A JP 2462985A JP 2462985 A JP2462985 A JP 2462985A JP S61184643 A JPS61184643 A JP S61184643A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
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- G—PHYSICS
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- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4812—Task transfer initiation or dispatching by interrupt, e.g. masked
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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。
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（以下、ＶＭという）の起動制御
方式に関し、特にスタックを用いた計算機上の仮想計算
機システムにおいて、ＶＭを効率よく起動する時に好適
な起動目的識別および割込み処理起動方式に関するもの
である。
方式に関し、特にスタックを用いた計算機上の仮想計算
機システムにおいて、ＶＭを効率よく起動する時に好適
な起動目的識別および割込み処理起動方式に関するもの
である。
［発明の背景］
従来の仮想計算機システムを第４図に示す、この仮想計
算機システムは、単一の実計算機を多目的に利用するた
め、それぞれの目的に合致する複数のオペレーティング
・システム（以下、Ｏ８という）を作成し、それらのＯ
８を実計算機１の下で時分割的に動作させることにより
、目的ごとのアプリケーション・プログラムを実行する
ものである（例えば、山谷他著「仮想計算機」 共立出
版参照）。すなわち、第４図に示すように、実計算機１
は、第１のＯ８が制御する仮想計算機（Ｖ Ｍ）２−１
から、第ｎのＯ８が制御する仮想計算機（Ｖ Ｍ） ２
− ｎまでとから構成され、これらｎ −１個のＯ８が
動作する仮想計算機システムを実現する。仮想計算機シ
ステムのプログラム構造は、第５図に示すように、階層
構造である。仮想計算機制御プログラム（以下、ＶＭＣ
Ｐという）■−１は、０８３−１からＯＳ ３− ｎま
でに対する仮想環境を実現するためのプログラムであっ
て、その代表的な機能は。
算機システムは、単一の実計算機を多目的に利用するた
め、それぞれの目的に合致する複数のオペレーティング
・システム（以下、Ｏ８という）を作成し、それらのＯ
８を実計算機１の下で時分割的に動作させることにより
、目的ごとのアプリケーション・プログラムを実行する
ものである（例えば、山谷他著「仮想計算機」 共立出
版参照）。すなわち、第４図に示すように、実計算機１
は、第１のＯ８が制御する仮想計算機（Ｖ Ｍ）２−１
から、第ｎのＯ８が制御する仮想計算機（Ｖ Ｍ） ２
− ｎまでとから構成され、これらｎ −１個のＯ８が
動作する仮想計算機システムを実現する。仮想計算機シ
ステムのプログラム構造は、第５図に示すように、階層
構造である。仮想計算機制御プログラム（以下、ＶＭＣ
Ｐという）■−１は、０８３−１からＯＳ ３− ｎま
でに対する仮想環境を実現するためのプログラムであっ
て、その代表的な機能は。
（１）各ＶＭのＯ８が有効に動作するように、ＶＭをス
ケジューリングすること、 （１１）スケジュールに従ってＶＭに制御を与えること
、 （ｉｉｉ）外部からの割込みに対して、各ＶＭのＯ８に
連絡すること、 等である。このＶＭＣＰＩ−１は、ユーザ・プログラム
を直接制御する機能がない。ユーザ・タスク群４−１お
よびユーザ・タスク群４−ｎは、それぞれ０８３−１と
ＯＳ ３− ｎにより制御される。
ケジューリングすること、 （１１）スケジュールに従ってＶＭに制御を与えること
、 （ｉｉｉ）外部からの割込みに対して、各ＶＭのＯ８に
連絡すること、 等である。このＶＭＣＰＩ−１は、ユーザ・プログラム
を直接制御する機能がない。ユーザ・タスク群４−１お
よびユーザ・タスク群４−ｎは、それぞれ０８３−１と
ＯＳ ３− ｎにより制御される。
第５図の破線で囲まれた部分が従来の一般の計算機シス
テムに対応するものであり、これをＶＭ（Ｖｉｒｔｕａ
ｌ Ｍａｃｈｉｎｅ）と呼ぶ。第４図に示すような仮想
計算機システムのもとでは、複数のＶＭを動作させるこ
とができる。ここで、ＶＭ２−１とＶＭ２−ｎは第４図
の仮想計算機システムの詳細を示している。
テムに対応するものであり、これをＶＭ（Ｖｉｒｔｕａ
ｌ Ｍａｃｈｉｎｅ）と呼ぶ。第４図に示すような仮想
計算機システムのもとでは、複数のＶＭを動作させるこ
とができる。ここで、ＶＭ２−１とＶＭ２−ｎは第４図
の仮想計算機システムの詳細を示している。
ところで、計算機システムを効率よく運用するためにマ
ルチプログラミング技術が使用されており、この技術に
よりシステムリソース（中央処理装置、主記憶装置、入
出力装置等）を各プログラムが共用することができる。
ルチプログラミング技術が使用されており、この技術に
よりシステムリソース（中央処理装置、主記憶装置、入
出力装置等）を各プログラムが共用することができる。
これらのシステムリソースの管理はＯ８が行、つており
、通常゛′特権命令”′と呼ばれるＯ８のみが発行でき
る命令によって、これらのシステムリソースにアクセス
できる。個々のユーザプログラムには゛′非特権モード
″が割当てられ、ユーザプログラムが前述の″特権命令
″を出すと、パ特権命令外′″と呼ばれるプログラム割
込みが検出される。ＶＭの場合、従来のＯ８は複数個同
時に動作させることが可能であり、従って従来Ｏ８が管
理していたシステムリソースは仮想計算機制御プログラ
ム（ＶＭＣＰ）と呼ばれるプログラムが管理する。そし
て、各ユーザのプログラムには使用しているＯ８も含め
てすべて″非特権モード″が割当てられ、ＶＭＣＰのみ
が゛°特権モード″で動作する。従って、各ユーザが使
用しているＯ８が゛特権命令″を実行しようとすると、
プログラム割込みが検出され、ＶＭＣＰに制御が移り、
ＶＭＣＰはこの゛′特権命令″をシミュレーションする
。これはその他の割込みなどに対しても同様で、ＶＭＣ
Ｐがこれらをすべてシミュレーションしている。
、通常゛′特権命令”′と呼ばれるＯ８のみが発行でき
る命令によって、これらのシステムリソースにアクセス
できる。個々のユーザプログラムには゛′非特権モード
″が割当てられ、ユーザプログラムが前述の″特権命令
″を出すと、パ特権命令外′″と呼ばれるプログラム割
込みが検出される。ＶＭの場合、従来のＯ８は複数個同
時に動作させることが可能であり、従って従来Ｏ８が管
理していたシステムリソースは仮想計算機制御プログラ
ム（ＶＭＣＰ）と呼ばれるプログラムが管理する。そし
て、各ユーザのプログラムには使用しているＯ８も含め
てすべて″非特権モード″が割当てられ、ＶＭＣＰのみ
が゛°特権モード″で動作する。従って、各ユーザが使
用しているＯ８が゛特権命令″を実行しようとすると、
プログラム割込みが検出され、ＶＭＣＰに制御が移り、
ＶＭＣＰはこの゛′特権命令″をシミュレーションする
。これはその他の割込みなどに対しても同様で、ＶＭＣ
Ｐがこれらをすべてシミュレーションしている。
第６図は、仮想計算機上の特権命令のシミュレーション
を示す図である。これは、ＶＭ２−１実行中における特
権命令発生あるいは割込みなどに対して、ＶＭＣＰＩ−
１に制御が移される場合の例である。
を示す図である。これは、ＶＭ２−１実行中における特
権命令発生あるいは割込みなどに対して、ＶＭＣＰＩ−
１に制御が移される場合の例である。
第６図において、特権命令や割込みなどが発生すると、
ＶＭササポー機能（ハードウェア）５を経由し、ＶＭＣ
ＰＬ−１に制御が移る。そして、新・旧のＰ Ｓ Ｗ（
Ｐｒｏｇｒａｍ ５ｔａｔ、ｕｓ Ｗｏｒｄ） １−１
−１の入れ替えで、状態を調節し、割込み・特権命令な
どのシミュレーションプログラムｌ−１−２でシミュレ
ーションを行い、ＶＭ実行制御プログラム１−１−’３
で実行を制御する。処理が終了したならば、旧（７１Ｐ
ＳＷＩ−１−１を回復し、ＶＭ２−１へ制御を戻す仕様
となっている。
ＶＭササポー機能（ハードウェア）５を経由し、ＶＭＣ
ＰＬ−１に制御が移る。そして、新・旧のＰ Ｓ Ｗ（
Ｐｒｏｇｒａｍ ５ｔａｔ、ｕｓ Ｗｏｒｄ） １−１
−１の入れ替えで、状態を調節し、割込み・特権命令な
どのシミュレーションプログラムｌ−１−２でシミュレ
ーションを行い、ＶＭ実行制御プログラム１−１−’３
で実行を制御する。処理が終了したならば、旧（７１Ｐ
ＳＷＩ−１−１を回復し、ＶＭ２−１へ制御を戻す仕様
となっている。
このようにして、実現されている現在の仮想計算機シス
テムであるが、年々、システムの処理実行の高速化の必
要性が増し、それを実現するための方式が次々と考え出
されている。特に、近年ではハードウェアで上記処理の
一部を実現し、高速化を図る方式が増えている（例えば
、特開昭５５−１１２６５１号公報参照）、シかし、こ
れらはスタックを用いた計算機については考慮されてい
なかった。
テムであるが、年々、システムの処理実行の高速化の必
要性が増し、それを実現するための方式が次々と考え出
されている。特に、近年ではハードウェアで上記処理の
一部を実現し、高速化を図る方式が増えている（例えば
、特開昭５５−１１２６５１号公報参照）、シかし、こ
れらはスタックを用いた計算機については考慮されてい
なかった。
ここでいうスタックとは、データの後入れ先出しくＬａ
５ｔ Ｉ ｎ Ｆｉｒｓｔ Ｏｕｔ、） リスト構造
のレジスタ群（メモリ）のことである。具体的には、例
えばｌσビットマイクロコンピュータＭＣ６８０００に
おいては、スタックはシステムスタックとユーザスタッ
クという名称で２つのタイプのスタックを定義している
。ＭＣ６８０００のレジスタ構造を第７図にシステム／
ユーザスタックの例を第８図に示す。第８図（ａ）はユ
ーザシステムスタックのサブルーチンジャンプの退避例
を示しており、第８図（ｂ）はスーパバイザシステムス
タックの割込み時の退避例を示している。システムスタ
ックは、あるアドレスレジスタ（ＭＣ６８０００ではＡ
７を使用）をシステムスタックポインタとして用いると
、アドレスを自動的に増加して新しいメモリアドレスに
データ（戻り番地、例外処理時の退避データ等）を書込
んだり、自動的に減少してすでにデータが書込まれてい
るアドレスからデータを読出したりする機能を持つ、ま
た、ユーザスタックは、アドレスレジスタＡＯ〜Ａ６．
Ａ７を用い、命令のアドレスレジスタ間接モードのポイ
ントインクリメントおよびデクリメントの各操作を行う
ことにより、プログラム的にスタックを構成するもので
ある。第７図に示すようにアドレスレジスタＡ７はユー
ザ状態の時とスパーバイザ状態の時で、自動的に切換え
て使用される。すなわち、アドレスレジスタ（スタック
ポインタ）Ａ７は、ユーザプログラムの状態の時はユー
ザシステムスタックポインタ（ＵＳＰ）に、スーパバイ
ザプログラム状態の時はスーパバイザシステムスタック
ポインタ（ｓ ｓ ｐ）となる。
５ｔ Ｉ ｎ Ｆｉｒｓｔ Ｏｕｔ、） リスト構造
のレジスタ群（メモリ）のことである。具体的には、例
えばｌσビットマイクロコンピュータＭＣ６８０００に
おいては、スタックはシステムスタックとユーザスタッ
クという名称で２つのタイプのスタックを定義している
。ＭＣ６８０００のレジスタ構造を第７図にシステム／
ユーザスタックの例を第８図に示す。第８図（ａ）はユ
ーザシステムスタックのサブルーチンジャンプの退避例
を示しており、第８図（ｂ）はスーパバイザシステムス
タックの割込み時の退避例を示している。システムスタ
ックは、あるアドレスレジスタ（ＭＣ６８０００ではＡ
７を使用）をシステムスタックポインタとして用いると
、アドレスを自動的に増加して新しいメモリアドレスに
データ（戻り番地、例外処理時の退避データ等）を書込
んだり、自動的に減少してすでにデータが書込まれてい
るアドレスからデータを読出したりする機能を持つ、ま
た、ユーザスタックは、アドレスレジスタＡＯ〜Ａ６．
Ａ７を用い、命令のアドレスレジスタ間接モードのポイ
ントインクリメントおよびデクリメントの各操作を行う
ことにより、プログラム的にスタックを構成するもので
ある。第７図に示すようにアドレスレジスタＡ７はユー
ザ状態の時とスパーバイザ状態の時で、自動的に切換え
て使用される。すなわち、アドレスレジスタ（スタック
ポインタ）Ａ７は、ユーザプログラムの状態の時はユー
ザシステムスタックポインタ（ＵＳＰ）に、スーパバイ
ザプログラム状態の時はスーパバイザシステムスタック
ポインタ（ｓ ｓ ｐ）となる。
この種のスタックを用いた計算機システムを開発中に、
第６図のＶＭの実行制御機能１−１−３に注目した場合
に、問題があることがわかった。
第６図のＶＭの実行制御機能１−１−３に注目した場合
に、問題があることがわかった。
スタックを用いた計算機システムにおいて、ＶＭＣＰＩ
−１よりＶＭ（２−ｔ 〜２−ｎ）を起動する理由とし
ては、いろいろ考えられるが、はと、んどの場合ＶＭの
次の命令へ制御を移すためのものである。しかし、割込
みの場合、ＶＭには割込みハンドラーが存在し、そこへ
制御が移る仕様としいる。そして、この割込みハンドラ
ーへ制御を移すには、他の処理に比べ、スタック操作な
どが必要となる。そのため、従来の方式だけではサポー
トしきれなくなるという問題がある。
−１よりＶＭ（２−ｔ 〜２−ｎ）を起動する理由とし
ては、いろいろ考えられるが、はと、んどの場合ＶＭの
次の命令へ制御を移すためのものである。しかし、割込
みの場合、ＶＭには割込みハンドラーが存在し、そこへ
制御が移る仕様としいる。そして、この割込みハンドラ
ーへ制御を移すには、他の処理に比べ、スタック操作な
どが必要となる。そのため、従来の方式だけではサポー
トしきれなくなるという問題がある。
本発明の目的は、このような従来の問題を解消し、スタ
ックを用いた計算機上の仮想計算機システムにおいて、
ＶＭに対して割込みが生じた場合の処理を円滑、かつ、
高速に行うための仮想計算機の起動制御方式を提供する
ことにある。
ックを用いた計算機上の仮想計算機システムにおいて、
ＶＭに対して割込みが生じた場合の処理を円滑、かつ、
高速に行うための仮想計算機の起動制御方式を提供する
ことにある。
上記目的を達成するため、本発明のスタックを用いた計
算機上の仮想計算機システムでは、ＶＭに対し起動をか
ける理由が割込みか他の処理かを識別する識別手段を有
し、該識別手段により割込みを検出したならば、スタッ
クをつみかえ、対象ＶＭの割込みハンドラーの番地をベ
クターテーブルより求めて制御を移し５割込みでない場
合は、ＶＭの次の命令へ制御を移すという処理を追加し
。
算機上の仮想計算機システムでは、ＶＭに対し起動をか
ける理由が割込みか他の処理かを識別する識別手段を有
し、該識別手段により割込みを検出したならば、スタッ
クをつみかえ、対象ＶＭの割込みハンドラーの番地をベ
クターテーブルより求めて制御を移し５割込みでない場
合は、ＶＭの次の命令へ制御を移すという処理を追加し
。
かつ、これら一連の処理をハードウェア上で行うことに
特徴がある。
特徴がある。
以下１本発明の実施例を図面により説明する。
本実施例は、ハードウェア上において、ＶＭに起動をか
ける理由がＶＭへの割込みであるか否かの情報によりそ
れぞれに対して適切な処理を実行するというものである
。
ける理由がＶＭへの割込みであるか否かの情報によりそ
れぞれに対して適切な処理を実行するというものである
。
まず、前述の仮想計算機システムの処理実行の高速化の
必要性に答えるためには、（ＮＶＭへ起動をかける理由
が割込みであるか否かを識別すること、（１１）割込み
であった場合、スタックにＶＭ情報を退避し、対象ＶＭ
の割込みハンドラーへ制御を移すこと、などをハードウ
ェア上で行う必要がある。
必要性に答えるためには、（ＮＶＭへ起動をかける理由
が割込みであるか否かを識別すること、（１１）割込み
であった場合、スタックにＶＭ情報を退避し、対象ＶＭ
の割込みハンドラーへ制御を移すこと、などをハードウ
ェア上で行う必要がある。
上記（１）を具体化するためにハードレジスタを用意す
る。このハードレジスタの例を第２図に示す。第２図に
おいて、ハードレジスタ２０は１６ビツトで構成されて
いるが、１ビツトレジスタでも充分である。このハード
レジスタ２０上に、ＶＭへ起動をかける理由が割込みで
あるか否かを示すフラグ（割込み識別子）２１を設定す
る（任意の１ビツトを使用する）。 このフラグ２１の
値は、ＶＭを起動する前にＶＭＣＰＩ−１がセットする
。
る。このハードレジスタの例を第２図に示す。第２図に
おいて、ハードレジスタ２０は１６ビツトで構成されて
いるが、１ビツトレジスタでも充分である。このハード
レジスタ２０上に、ＶＭへ起動をかける理由が割込みで
あるか否かを示すフラグ（割込み識別子）２１を設定す
る（任意の１ビツトを使用する）。 このフラグ２１の
値は、ＶＭを起動する前にＶＭＣＰＩ−１がセットする
。
本実施例では、フラグ（以下、割込み識別フラグという
）２１が１１１１＋の時には割込みによる起動。
）２１が１１１１＋の時には割込みによる起動。
４１０７１の時にはその他の通常起動と定義している。
上記（１１）を具体化した場合のＶＭ起動処理（割込み
識別フラグ判定、制御移動処理等）についての計算機ハ
ード−ウェアの動作フローチャートを第３図に示す。
識別フラグ判定、制御移動処理等）についての計算機ハ
ード−ウェアの動作フローチャートを第３図に示す。
以下、第３図の処理フローチャートを説明する。
ＶＭＣＰＩ−１での処理終了後、該当ＶＭ起動に当って
、まず割込み識別フラグ２１に識別子のセットを行う。
、まず割込み識別フラグ２１に識別子のセットを行う。
そして、ＶＭ起動をハードウェアに掲示する（ＶＭ起動
命令を実行する）。
命令を実行する）。
ＶＭ起動命令では、まずハードレジスタ２０上の割込み
識別フラグ２１を参照しくステップ１００）、＋ｌ Ｏ
ＩＴがセットされているならば、ＶＭ起動の理由は割込
み以外であるから、現在スタックにつまれているＰＣ（
プログラムカウンタ）、ＳＲ（ステータスレジスタ）を
回復する（ステップ１０１）。
識別フラグ２１を参照しくステップ１００）、＋ｌ Ｏ
ＩＴがセットされているならば、ＶＭ起動の理由は割込
み以外であるから、現在スタックにつまれているＰＣ（
プログラムカウンタ）、ＳＲ（ステータスレジスタ）を
回復する（ステップ１０１）。
これによってＶＭ上の次の命令へ制御が移る。一方、識
別フラグ２１が“１″である場合は、ＶＭ起動の理由は
割込みであるから、ＶＭ上の割込みハンドラーへ制御が
移るように退避しであるスタック内容を回復しくステッ
プ１０２）、再度ＶＭ上のＰＣ，ＳＲを割込みベクタ番
号と共にスタックへ退避する（ステップ１０３）、この
ＰＣ，ＳＲは。
別フラグ２１が“１″である場合は、ＶＭ起動の理由は
割込みであるから、ＶＭ上の割込みハンドラーへ制御が
移るように退避しであるスタック内容を回復しくステッ
プ１０２）、再度ＶＭ上のＰＣ，ＳＲを割込みベクタ番
号と共にスタックへ退避する（ステップ１０３）、この
ＰＣ，ＳＲは。
割込みハンドラー実行後に制御が移るＶＭ上の次の命令
アドレス等の情報である。そして、対象ＶＭの割込みハ
ンドラーへ制御を移すためのＳＲの値を作成し、ロード
ベクタテーブルよりＰＣをロードする（ステップ１０４
）、これに従って制御は割込ハンドラーへ移る。
アドレス等の情報である。そして、対象ＶＭの割込みハ
ンドラーへ制御を移すためのＳＲの値を作成し、ロード
ベクタテーブルよりＰＣをロードする（ステップ１０４
）、これに従って制御は割込ハンドラーへ移る。
第１図は、本発明の一実施例を示す仮想計算機システム
の処理概要図である。
の処理概要図である。
第１図において、１−１は仮想計算機制御プログラム（
ＶＭＣＰ）、２−１−２−ｎは仮想計算機（ＶＭ）、５
はＶＭササポー機能（ハードウェア）、５−１は本発明
の主要部をなすＶＭの起動制御機能（ハードウェア）、
６はＳＲやＰＣの値を退避するスタックである。ＶＭＣ
ＰＩ−１にはシミュレーションプログラム１−１−２．
ＶＭ起動命令１−１−４が入っている。ここで、斜線を
ひいた部分（ＶＭの起動制御機能５−１）が上記で述べ
た（第２図、第３ＷＩ参照）本発明の部分である。また
、ここにはスタックの退避／回復についても記入しであ
る。以下でこれについて簡単に説明する。
ＶＭＣＰ）、２−１−２−ｎは仮想計算機（ＶＭ）、５
はＶＭササポー機能（ハードウェア）、５−１は本発明
の主要部をなすＶＭの起動制御機能（ハードウェア）、
６はＳＲやＰＣの値を退避するスタックである。ＶＭＣ
ＰＩ−１にはシミュレーションプログラム１−１−２．
ＶＭ起動命令１−１−４が入っている。ここで、斜線を
ひいた部分（ＶＭの起動制御機能５−１）が上記で述べ
た（第２図、第３ＷＩ参照）本発明の部分である。また
、ここにはスタックの退避／回復についても記入しであ
る。以下でこれについて簡単に説明する。
ＶＭ（２−１〜２−ｎ）から何らかの要求が発生したと
きシ；は、ハードウェア上で実現されているＶＭサポー
ト機能５を経由してＶＭＣＰＩ−１へ制御が移る。そし
て、このＶＭＣＰＩ−１での処理が終了した時、又は割
込みを受けた時に、ＶＭＣＰＩ−１は割込みか否かの識
別をハードレジスタ２０にセットすると共に、ＶＭサポ
ート機能５内に設けたＶＭの起動制御機能Ｓ−ｔにより
起動制御を行い、割込みならば割込みハンドラーへ。
きシ；は、ハードウェア上で実現されているＶＭサポー
ト機能５を経由してＶＭＣＰＩ−１へ制御が移る。そし
て、このＶＭＣＰＩ−１での処理が終了した時、又は割
込みを受けた時に、ＶＭＣＰＩ−１は割込みか否かの識
別をハードレジスタ２０にセットすると共に、ＶＭサポ
ート機能５内に設けたＶＭの起動制御機能Ｓ−ｔにより
起動制御を行い、割込みならば割込みハンドラーへ。
それ以外ならばＶＭの次の命令へと制御を移す。
なお、本実施例では、ＶＭの起動制御機能５−１はＶＭ
ササポー機能（ハードウェア）５上でマイクロコードと
して実現している。また１本実施例では、割込みか否か
を識別するフラグをハードレジスタ２０を用いて設定し
ているが、これはソフトウェアで行うこともできる。ソ
フトウェアで行う例として１例えば各Ｖ Ｍ ＣＢ （
Ｖ １ｒｔｕａｌ Ｍ ａｃｈｉｎｅ Ｃｏｎｔ、ｒｏ
ｌ Ｂ Ｌｏｃｋ）の中に設定してもよい。
ササポー機能（ハードウェア）５上でマイクロコードと
して実現している。また１本実施例では、割込みか否か
を識別するフラグをハードレジスタ２０を用いて設定し
ているが、これはソフトウェアで行うこともできる。ソ
フトウェアで行う例として１例えば各Ｖ Ｍ ＣＢ （
Ｖ １ｒｔｕａｌ Ｍ ａｃｈｉｎｅ Ｃｏｎｔ、ｒｏ
ｌ Ｂ Ｌｏｃｋ）の中に設定してもよい。
このようにして、本実施例によれば、スタックを用いた
計算機上で仮想計算機システムを実行中にＶＭに対して
割込みが生じた場合、ＶＭＣＰｌ−１から対象ＶＭの割
込みハンドラーへ制御を移すことをスタックを用いてハ
ードウェア上で実現でき、これにより、高速でかつ円滑
に割込み処理が行えるようになる。また、この方式によ
って、あたかもＶＭから直接割込みハンドラーへ制御が
移ったかのようにして、処理を続けることができる。
計算機上で仮想計算機システムを実行中にＶＭに対して
割込みが生じた場合、ＶＭＣＰｌ−１から対象ＶＭの割
込みハンドラーへ制御を移すことをスタックを用いてハ
ードウェア上で実現でき、これにより、高速でかつ円滑
に割込み処理が行えるようになる。また、この方式によ
って、あたかもＶＭから直接割込みハンドラーへ制御が
移ったかのようにして、処理を続けることができる。
以上説明したように１本発明によれば、スタックを用い
た計算機上の仮想計算機システムにおいて、ＶＭに対し
て割込み生じた場合の処理を円滑、かつ、高速に行える
ようになる。
た計算機上の仮想計算機システムにおいて、ＶＭに対し
て割込み生じた場合の処理を円滑、かつ、高速に行える
ようになる。
第１図は本発明の一実施例を示す仮想計算機システムの
処理概要図、第２図は本発明に適用されるハードレジス
タの構造を示す図、第３図は第２図のハードレジスタを
用いたＶＭの起動制御方式の処理フローチャート、第４
図は従来の仮想計算機システムの構成図、第５図は仮想
計算機システムのプログラム構造を示す図、第６図は仮
想計算機上の特権命令のシミュレーションを示す図、第
７図は１６ビツトマイクロコンピユータのレジスタの構
造例を示す図、第８図は１６ビツトマイクロコンピユー
タのスタック構造例を示す図である。 １：実計算機、２−１〜２−ｎ：仮想計算機、１−１：
仮想計算機制御プログラム（ＶＭＣＰ）、１−１−２：
シミュレーションプログラム、■−１−４：ＶＭ起動命
令、５：ＶＭサポート機能。 ５−１：本発明の主要部をなすＶＭの起動制御機能、６
：スタック。 第 ２ 図 第 ３ 図 第４図 ■ Ｌ−−Ｊ Ｌ−−Ｊ第６図 第７図 第８図
処理概要図、第２図は本発明に適用されるハードレジス
タの構造を示す図、第３図は第２図のハードレジスタを
用いたＶＭの起動制御方式の処理フローチャート、第４
図は従来の仮想計算機システムの構成図、第５図は仮想
計算機システムのプログラム構造を示す図、第６図は仮
想計算機上の特権命令のシミュレーションを示す図、第
７図は１６ビツトマイクロコンピユータのレジスタの構
造例を示す図、第８図は１６ビツトマイクロコンピユー
タのスタック構造例を示す図である。 １：実計算機、２−１〜２−ｎ：仮想計算機、１−１：
仮想計算機制御プログラム（ＶＭＣＰ）、１−１−２：
シミュレーションプログラム、■−１−４：ＶＭ起動命
令、５：ＶＭサポート機能。 ５−１：本発明の主要部をなすＶＭの起動制御機能、６
：スタック。 第 ２ 図 第 ３ 図 第４図 ■ Ｌ−−Ｊ Ｌ−−Ｊ第６図 第７図 第８図
Claims (1)
- （１）複数のオペレーティングシステムと該複数オペレ
ーティングシステムを管理する管理プログラムを備え、
該管理プログラムの制御のもとに、上記複数オペレーテ
ィングシステムをスタックを用いた計算機システム上で
同時に動作させる仮想計算機システムにおいて、各仮想
計算機の起動目的を識別する識別手段を有し、該識別手
段で識別された目的が割込み処理起動である場合に、割
込み内容に適した情報をスタックにつみ、該情報に適し
た処理を行う上記仮想計算機内の割込みハンドラーに起
動をかけることを特徴とする仮想計算機の起動制御方式
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2462985A JPS61184643A (ja) | 1985-02-12 | 1985-02-12 | 仮想計算機の起動制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2462985A JPS61184643A (ja) | 1985-02-12 | 1985-02-12 | 仮想計算機の起動制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61184643A true JPS61184643A (ja) | 1986-08-18 |
Family
ID=12143428
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2462985A Pending JPS61184643A (ja) | 1985-02-12 | 1985-02-12 | 仮想計算機の起動制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61184643A (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62276634A (ja) * | 1985-09-18 | 1987-12-01 | Nec Corp | 仮想計算機システム |
| JPH0333937A (ja) * | 1989-06-30 | 1991-02-14 | Hitachi Ltd | 仮想計算機における表示制御方式 |
| JP2005237737A (ja) * | 2004-02-27 | 2005-09-08 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
| JP2010234121A (ja) * | 2010-07-28 | 2010-10-21 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
| JP2012055755A (ja) * | 2011-12-21 | 2012-03-22 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
-
1985
- 1985-02-12 JP JP2462985A patent/JPS61184643A/ja active Pending
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62276634A (ja) * | 1985-09-18 | 1987-12-01 | Nec Corp | 仮想計算機システム |
| JPH0333937A (ja) * | 1989-06-30 | 1991-02-14 | Hitachi Ltd | 仮想計算機における表示制御方式 |
| JP2005237737A (ja) * | 2004-02-27 | 2005-09-08 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
| JP2010234121A (ja) * | 2010-07-28 | 2010-10-21 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
| JP2012055755A (ja) * | 2011-12-21 | 2012-03-22 | Sanyo Product Co Ltd | 遊技機 |
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