JPH0622015B2 - データ処理システムの制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ．産業上の利用分野 本発明は同じ仮想メモリのアドレシング空間を共用する
同じように相互接続された複数個のデータ処理ユニツト
を含む仮想ムメリ・データ処理システムにおいて、夫々
のデータ処理ユニツトによつて行われるデイスクの入出
力のアクセスを減少するための方法に関する。

Ｂ．従来の技術 単一の独立型の中央処理ユニツト（ＣＰＵ）を用いた複
数個の仮想メモリを有するデータ処理システムは従来か
ら知られている。通常、これらの仮想メモリのデータ処
理システムは、１バイトのデータを記憶し、かつ個々に
アドレスし得る多数の記憶位置を有する主メモリと、デ
ータをブロツクで記憶し、ブロツクでアドレスする複数
個の記憶位置を含むデイスク・フアイルのような２次ス
トレージ装置とを使用している。従来のデイスク・フア
イル装置の説明を簡略にするために、デイスク・フアイ
ルの各ブロツク・アドレスは、例えば２Ｋバイト（実際
は２０４８バイト）のデータを記憶するものと便宜上仮
定する。仮想メモリは、しばしば単一レベル記憶装置と
呼ばれている概念を含んでいる。単一レベル記憶装置に
おいて、システムの最大アドレス範囲は通常、主メモリ
の実際の容量よりも遥かに大きい。主メモリはページン
グ機構と、主メモリ中のアプリケーシヨン・プログラム
（適用業務プログラム）によつて必要とするデータを保
持するために共働する２次的な記憶装置とを使用するこ
とによつて遥かに大きく見えるようにされている。

ページング機構の機能は、アプリケーシヨン・プログラ
ムによつてアドレスされたページが主メモリに存在しな
いときは常に、デイスク・フアイルから主メモリへ、デ
ータのページを転送することにある。これは「ページ不
在」（page fault）と呼ばれている。デイスク・フアイ
ルから主メモリへデータのページを転送することは「ペ
ージ不在」処理と呼ばれている。

デイスクのアクセス時間は、例えば数ミリ秒を必要とす
る程、その処理速度が相対的に遅く、これに反して、主
メモリのアクセス時間は、例えば１マイクロ秒以下のよ
うに処理速度が相対的に早いので、仮想メモリ・データ
処理システムの性能は、デイスクのアクセス回数に直接
的に関係する。従つて、従来の仮想メモリ・システム
は、デイスクのアクセスの回数を減少させ、そして仮想
メモリ中で行なわれる「ヒツト」（当り）の百分率を増
加させる技術を使用している。アプリケーシヨン・プロ
グラムがデータをアドレスした時に、アプリケーシヨン
・プログラムによつてアドレスされたデータが主メモリ
中に存在しているならば、仮想メモリのアドレス中にヒ
ツトが生じる。仮想メモリ・システムのヒツトの比率ｒ
はアドレスした仮想メモリのヒツトの回数を、ヒツトの
回数ｈにミス（空振り）の回数ｍを加えた数で割つたも
のである。これを数式で表わせば、 ｒ＝ｈ／（ｈ＋ｍ） である。

また、データの処理能力を増加させるために、複数個の
プロセツサを使用した多重プロセツサ・システム構成も
公知である。多重プロセツサ・システム構成は、論理的
コミニユケーシヨン・チヤンネルを共用する複数の処理
ユニツトとして捉えることが出来る。論理的コミニユケ
ーシヨン・チヤンネルは、複数の処理ユニツトの間で共
用されるメモリであつて、１つの処理ユニツトから他の
処理ユニツトへのメツセージを記憶するためのメモリで
あると考えることが出来る。更に、論理的コミニユケー
シヨン・チヤンネルは１方の処理ユニツトから他方の処
理ユニツトへメツセージを転送する際に、メツセージを
過させるコミニユケーシヨン・ネツトワークの形式を取
ることが出来る。

強結合（tightly-coupled）多重プロセツサ・システム
構成と称されている従来の多重プロセツサ・システム構
成において、構成内のすべての処理ユニツトによつてア
クセスすることが出来るある容量のメモリを共用し、そ
して、各処理ユニツトは、その処理ユニツトだけしかア
クセスすることができず、他の処理ユニツトによつては
アクセスすることのできない、ある容量の専用メモリを
持つているような多重プロセツサ・システム構成があ
る。

強結合多重プロセツサ構成に配列された計算システム
は、共用メモリによる迅速なコミニユケーシヨンの利点
を持つており、また、デイスク・キヤツシユとしての共
用メモリをも利用することになる。ページ不在は、強結
合多重プロセツサ構成中の１つの処理ユニツトによつて
実行されるアプリケーシヨン・プログラムが、主メモリ
に存在しないデータのページをアドレスした時に生じ
る。ページ不在処理の間において、この多重プロセツサ
構成に接続されている２次ストージ装置は、共用メモリ
中にデータのページを読込むように命される。データの
ページが共用メモリに読込まれると、そのデータはこの
多重プロセツサ構成中の任意の処理ユニツトによつてア
ドレスすることが出来る。

多重プロセツサ構成中の複数の処理ユニツトが共通の問
題を処理している場合、「参照の局所性」（locality o
f reference）を経験するような方法で、それらの処理
ユニツトがデータをアクセスするのが普通である。その
データのページを保持する共用メモリ中のページ・フー
ムが、他のデータのページを保持するよう、多重プロセ
ツサ構成によつて再使用される前に、この多重プロセツ
サ構成中の１つの処理ユニツトで実行するアプリケーシ
ヨン・プログラムによつて仮想ムメリにアクセスするこ
とから生じたページ不在を満足するために、２次ストレ
ージから検索されて、共用メモリに置かれた（読みこま
れた）データのページが、この構成中の他の処理ユニツ
トで実行する他のアプリケーシヨン・プログラムによつ
てアクセスされるであろう可能性がゼロではない時に、
「参照の局所性」が使われる。多重プロセツサ構成中の
他の処理ユニツトで実行するアプリケーシヨン・プログ
ラムによるアクセスが生じた場合に、多重プロセツサ構
成は、共用メモリに既に存在するデータのページによつ
て、ページ不在を解決することによりデイスクのアクセ
スを行わずに済ますことが出来る。

然しながら、共用メモリをデイスク・キヤツシユとして
用いた時、処理ユニツトが、共用メモリをアクセスする
際に、多重プロセツサ構成中の処理ユニツトの間でのア
クセスの競合が、共用メモリによつて与えられる利益を
越える程、大きくなつた時、強結合多重プロセツサの構
成の実際上の限界がある。例えば、その構成中の他方の
処理ユニツトが、データのページの内容の検索を行つて
いるときに、１方の処理ユニツトがデータの同じページ
の内容の変更を行おうとしている場合がある。このよう
な場合に対処するために通常、２つの処理ユニツトはデ
ータについて調和を持つように、他方の処理ユニツトの
立場で処理ユニツトのうちの１つを監視するためのある
種の手段が設けられている。強結合多重プロセツサ構成
において、複数の処理ユニツトに関するデータについて
調和を持たせるために、幾つかの従来技術がある。これ
らの方法は、その構成中の他の処理ユニツトが共用メモ
リへのアクセスを完了するまで、その構成中の一方の処
理ユニツトは空転させることを含んでいる。空転してい
る処理ユニツトを更に空転させることは出来ないから、
システム全体として考えたとき、共用メモリのアクセス
の競合が、多重プロセツサ構成の処理能力を減少する結
果を生じることは違けることが出来ない。これらの理由
によつて、単一の強結合多重プロセツサの構成中の処理
ユニツトの数は６台を越えることは殆どない。

緊密結合（closely-coupled）多重プロセツサ・システ
ム構成と称される従来の多重プロセツサ・システム他の
構成において、複数個の処理ユニツトが、コミニユケー
シヨン・ネツトワークを介して接続され、そして各処理
ユニツトはそれ自身のメモリに直接にアクセスすること
が出来るが、他のすべての処理ユニツトはそのメモリに
はアクセスすることが出来ないように構成されている。
緊密結合多重プロセツサ・システム構成中の処理ユニツ
トは、コミニユケーシヨン・ネツトワークを介して、そ
の構成内の他の処理ユニツトへメツセージを転送するこ
とによつて、データを共用することが出来る。緊密結合
多重プロセツサ・システム構成の変形例において、その
多重プロセツサ構成中の処理ユニツトの内の１つの処理
ユニツトを共用メモリの処理ユニツトとして区別してい
る。共用メモリ処理ユニツトに接続された主メモリは、
共用メモリ処理ユニツトによつて管理されるデイスク型
のキヤツシユ・メモリとして使用される。何時、そして
どんな構成の下で、共用メモリのどの領域に対して、複
数の処理ユニツトのうちのどの処理ユニツトがアクセス
すべきかを制御するための機能が、共用メモリ処理ユニ
ツトに割当てられている。共用メモリが高速度の主メモ
リと相対的に低速度の２次ストレージ装置を含む仮想メ
モリである場合、所定のヒツト率を得るために必要な主
メモリの大きさは多重プロセツサ構成によつて実行され
る毎秒当りのインストラクシヨンの数に直接関係する。
或る場合に、独立したプロセツサ・ユニツトは毎秒当り
百万個単位の命令を実行出来るかの目安のミツプス（Mi
llions of Instructions per seconds−ＭＩＰＳ）によ
つて性能が決められる。若し、２個の４ＭＩＰＳの処理
能力を持つ処理ユニツトと、第３の共用メモリ処理ユニ
ツトとが緊密結合多重プロセツサ構成で使用されたとす
れば、この構成に関連した主メモリは、所定のヒツト率
を得るために、バイト単位で約８０メガバイトのアドレ
スをすることの出来るメモリを持たなければならない。
共用メモリ中で８５％のヒツト率を得るために、大ざつ
ばに言つて、１ＭＩＰＳ当り１０メガバイトのアドレス
可能な主メモリが必要である。従つて、若しこの緊密結
合多重プロセツサ構成に対して更に４ＭＩＰＳの処理ユ
ニツトを付加しようとすれば、８５％のヒツト率を維持
するために、更に、４０メガバイトのアドレス可能な主
メモリを共用メモリに付加しなければならない。然しな
がら、緊密結合多重プロセツサ構成を実際に設計するに
際して、コストと性能のパラメータに関しての損益分岐
点を越えない範囲の結合としなければならないので、処
理ユニツトの緊密結合多重プロセツサ構成に付加するこ
とは、この点から自ら限界がある。

局所領域（local area）ネツトワーク内で、複数個の独
立型パーソナル・コンピユータ、または独立型のエンジ
ニヤリング・ワークステーシヨンを構成する技術が最近
になつて使われるようになつた。このような構成は、弱
結合（loosely-coupled）多重プロセツサ構成とか、分
散システム（distributed system）構成とか、またはク
ラスタ構成と呼ばれているが、このような構成における
任意のワークステーシヨンは、標準的な通信プロトコル
を使用した他のワークステーシヨンと通信することが出
来る。クラスタ構成を設立するための動機づけは、デー
タ処理能力をより大きくするためではなく、情報を非電
子的に交換することの代りに電子的に交換するという単
純な利益を得るためであつた。然しながら、或る場合に
は、個々のワークステーシヨンが、同一のオペレーテン
グ・システムを走らせ、時には同一のアプリケーシヨン
・プログラムを走らせることもあることが見出された。
計算機協会（Association for Computing Machinery）
の「配分されれた計算の原理に関する１９８６年の第５
回年次シンポジユーム」（5th Annual Symposium on Pr
inciple of Distrbuted Computing）で報告されたリー
（Kai Li）及びフダク（Paul Hudak）による共用仮想ス
トレージ・システムにおけるメモリの均一性（Memory C
oherence in Shared Vertual Storage Systems）と題す
る文献は、クラスタ構成で接続された複数個の仮想メモ
リのデータ処理ユニツトを開示している。この装置にお
いて、すべての処理理ユニツトは同じオペレーテング・
システムも持ち、そして同じ仮想アドレス空間（spac
e）をアドレスする。各処理ユニツトは異なつたフアイ
ルを所有するフアイルの所有装置であり、それらのフア
イルは、各処理ユニツト自身ののメモリ・システムに記
憶されている。アプリケーシヨン・プログラムを実行し
ているフアイルの非所有装置は、適当な通信リンクを介
して他の処理ユニツトのメモリ・システムへのアクセス
を獲得し、これは、データの仮想ページのフアイルの所
有装置に対して、要求装置へ仮想ページを送る要求を発
生する。

従つて、クラスタ構成中の各処理ユニツトは、その構成
中の処理ユニツトと共に、仮想メモリ・システム内のフ
アイルの組を共用する。要求により生じたページ不在は
フアイルの所有装置によつて示される。若し、要求が局
部（local）であれば、即ち所有装置からの要求であれ
ば、要求されたページは所有装置の２次ストレージ装置
から直接に所有装置の主メモリに転送される。若し、要
求が他の処理ユニツトからのものであれば、ページは通
信リンクを介して、所有装置の２次ストレージ装置から
要求装置の主メモリへ転送される。要求装置がデータの
ページの処理を済ませた後に、データのページの処理を
制御するために、システムのプロトコルが設定される。
このプロトコルは、例えば、所有装置にページを返還す
る時に、一方のユニツトがそのページに書込みを要求し
ているのに対して、他方のユニツトはそのページから読
取りを要求している場合のように、同じページに対する
競合した要求をどのようにして両立させるかを管理する
こととか、または、記憶データを共用するための機能に
共通する他の種々の状況を管理することを取り扱う。

各処理ユニツト自身の仮想メモリを、クラスタ中の他の
処理ユニツトと共に共用することは、クラスタに対して
利用可能なフアイルの合計数が複数個の２次ストレージ
装置の中に分散されるから、２次ストレージ装置の寸法
や容量を減らすことが出来るという利益を生じる。これ
は、ストレージ装置に対するアクセス時間を短縮し、か
つ装置の価格の低減をもたらす。考え得る不利点として
は、データのページの所有装置に対して複数個の他のユ
ニツトからの同時的な要求が複数個のデイスク装置を順
番にアクセスしなければならないことがある。通常、要
求は重複した態様でサービスされるけれども、デイスク
のアクセスは、処理ユニツトに対して比較的時間の浪費
となる動作であり、また、そのユニツトに無関係のアプ
リケーシヨン・プログラムを実行している所有ユニツト
の性能に可成りの悪影響を与えることがあり、２次スト
レージ装置のサービスにも影響を与える。

Ｃ．発明が解決しようとする問題点 本発明は、２次ストレージ装置に対してアクセスを要求
するページ不在の回数を極めて減少する、共用仮想メモ
リとクラスタ構成を持つデータ処理システムによつて使
用される新規な方法に関する。

従つて、本発明の目的は仮想メモリ型のデータ処理シス
テム中の２次メモリ装置に対するアクセス動作の回数を
減少させる方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、複数個の相互接続された仮想メモ
リ型の処理ユニツトを有するデータ処理システムを用い
て、ページ不在に対する入出力アクセス動作を最少限の
回数に減少させる方法を提供することにある。

本発明他の目的は、多重プロセツサのクラスタ構成にお
いて、要求されたページが要求プロセツサ・ユニツトに
存在しない時に生じるページ不在を解決する方法を提供
することにある。

Ｄ．問題点を解決するための手段 クラスタ構成に相互接続された複数個の仮想メモリ型デ
ータ処理ユニツトを含む共同で使用する仮想メモリを有
するデータ処理システムにおいて、デイスクのＩ／Ｏ動
作を減少するための本発明は、以下に述べる着想に基づ
いてなされたもである。即ち、その着想とは、アクセス
・コーデイネータ（アクセス調整要素）に対してなされ
たデータのページの要求、またはそのデータのページを
所有しているデータ処理ユニツトに対してなされたデー
タのページの読取り、または書込みの要求が、ページ不
在（page fault）を発生した時、若し、そのページのコ
ピーがクラスタ中の他の１つのデータ処理ユニツトの主
メモリ中にあれば、そのページ不在をサービスすること
について、可成りの時間を節約することが出来るという
考えである。この着想を具体的に説明するために、例え
ば、ページ番号Ｐは処理ユニツトＡによつて所有されて
いるフアイルのページであり、そして、そのページを所
有していない例えば処理ユニツトＢのような他の非所有
処理ユニツトによるページの要求が、そのページを含む
セグメントのためのシステムのアクセス・コーデイネー
タである処理ユニツトＡのページＰに対してなされたも
のと仮定する。また、処理ユニツトＡに対するそのペー
ジ要求は、ページ不在を処理するための手段を介して、
処理ユニツトＡの２次ストレージ装置からページＰを得
ることが必要であると仮定する。また、ページＰのコピ
ーは、処理ユニツトＡから処理ユニツトＢに送られてし
まつており、そして、他のページの要求が処理ユニツト
Ｃから処理ユニツトＡになされた時に、ページＰのコピ
ーは、処理ユニツトＢの主メモリ中にはあるが、処理ユ
ニツトＡにはないものと仮定する。このような状況のと
き、処理ユニツトＡが、ページＰのコピーを処理ユニツ
トＣへ送ることを、処理ユニツトＢに依頼することが出
来るならば、処理ユニツトＡが２次ストレージ装置に対
してＩ／Ｏ動作を行う一連の処理動作を含むページ不在
処理動作は行わなくてもよいことになる。

本発明に従つて、多重プロセツサのクラスタ内の個々の
プロセツサは共通の仮想メモリの複数のセグメントのア
クセスを個々に調整する。仮想メモリの各セグメント
は、論理的に、１２８０００ページ（１３１０７２ペー
ジ）を含んでおり、各ページは２０００バイト（２０４
８バイト）を含んでいる。クラスタ中のプロセツサ・ユ
ニツトは、クラスタ中の他のプロセツサ・ユニツトの間
でこれらの仮想メモリを共用している。１つのプロセツ
サ・ユニツトは、特定された仮想メモリのセグメントに
割当てられたデータの所定のフアイルのアクセス・コー
デイネータとして使用される。仮想メモリを使用する他
の複数のプロセツサ・ユニツトは、夫々、「使用側処理
ユニツト」（using processor unit）と呼ばれる。本発
明に従つて、仮想メモリのキヤツシユ（cached）された
ページを調和させてアクセスする方法は、次のような４
つの重要な側面を持つている。

（１）ページを所有する権利、即ちページの所有権は、
その使用と共に自動的に変わる。従つて、ページを変更
する権利は、ページを含むセグメントのためのアクセス
・コーデイネータによつて、所定の使用側処理ユニツト
に割当てられ、そして、ページの競合が、そのページを
含むセグメントのためのアクセス・コーデイネータによ
つて取り消されるか、または他のプロセツサ・ユニツト
に割当てられるまで、そのプロセツサ・ユニツトにその
まま留まつている。

（２）ページの一部の所有権は、ページ全体の所有権で
あることを示唆している。例えば、若し、１つのプロセ
ツサ・ユニツトがそのページの最初のバイトをアクセス
し、そして、その処理ユニツトがその最初のバイトをア
クセスする能力を与えられたとすれば、そのプロセツサ
・ユニツトは、ページ全体をアクセスする能力を与えら
れる。

（３）ページのアクセスを調整すること、即ちアクセス
・コーデイネータの機能は、統計的に割当てられ、その
ページを含むセグメントを調整するプロセツサ・ユニツ
トにより行われる。

（４）与えらたページに対するアクセス・コーデイネー
タは、プロセツサ・ユニツトが持つている仮想共用メモ
リ・テーブル（Virtual Shared Memory Table−ＶＳＭ
Ｔ）中に、ページのコピーと、個々のプロセツサ・ユニ
ツトが保持しているアクセスする権利（例えば読取のみ
に対する読取り／書込み）と、ページのアクセスを要求
した他のプロセツサ・ユニツトのリストとを記録する。
本発明の方法は、セグメントのどのページが、どの使用
側処理ユニツトのメモリにストアされているかについて
の記録を、セグメントのアクセス・コーデイネータに記
録することを含んでいる。ページのアクセスを要求した
使用側処理ユニツトは、デイスク・ストレージからその
ページを読取るのではなく、それ自身のメモリ・システ
ムにそのページを持つているプロセツサ・ユニツトから
そのページを読取ることによつて、デイスク・ストレー
ジのＩ／Ｏ動作を回避する。このようにして、クラスタ
内の個々のプロセツサ・ユニツトに接続されたそれら自
身のメモリが、それらのプロセツサ・ユニツトの間で、
仮想メモリ的に相互に共用することが出来る。

ＶＳＭＴテーブル中の多数のエントリは、動作した結果
の性能測定と、なされた要求とに従つて、クラスタのＩ
ＰＬ時間、または実行に要する時間によつて決定され
る。ＶＳＭＴエントリの数は常に、クラスタ内の実アド
レスのページ・フレームの数によつて制限される。例え
ば、若し或るクラスタが１６台のプロセツサ・ユニツト
で構成され、夫々のプロセツサ・ユニツトは直接接続さ
れた１６メガバイトのメモリを持つているとすれば、そ
のクラスタは合計２¹⁷個のページ・フレームを持つこと
になる。若し各ページ・フレームのためのエントリが各
プロセツサ・ユニツトのＶＳＭＴに割当てられたとすれ
ば、ＶＳＭＴテーブルのために、１１メガ・バイトのス
トレージが、各プロセツサ・ユニツトに割当てられなけ
ればならないことになる。実際問題として、ＶＳＭＴテ
ーブルの大きさは、そのように大きな容量を、決して必
要としない。ページは既にページ・テーブルにあるか
ら、ＶＳＭＴテーブルはアクセス・コーデネータの実メ
モリ中のページを表わすために必要がない。クラスタを
介して、所定の時間に実メモリにあるセグメントのペー
ジと、実際に共用されているコード及びデータの両方の
みが、ＶＳＭＴテーブルに表示する必要があるだけであ
る。従つて、物理的なメモリ・フレームの一部が、所定
の時間に共用されたセグメントのページを含むだけで、
共用されないページを含む他のページ・フレームは、Ｖ
ＳＭＴテーブルに表示される必要はない。

ＶＳＭＴテーブル中のエントリの数を決定するための好
ましい方法は、最初に、少数のエントリを作成し、使用
するにつれて次第に大きくするようにさせることであ
る。

更に、本発明の方法は、２台以上のプロセツサ・ユニツ
トの間で入出力を遂行するための方法である「三角型Ｉ
／Ｏ動作」を使用している。プロセツサ単位の観点から
は、入出力は、プロセツサである「マスタ・ユニツト」
と、「スレーブ・ユニツト」（制御ユニツト）との間で
遂行される。マスタ・ユニツトはスレーブ・ユニツトに
要求を送り、スレーブ・ユニツトはその要求を処理し、
その要求に応答する。例えば、プロセツサ・ユニツトは
デイスクをセツトするために、或る制御ユニツトに仮想
ページの要求を送るとする。その制御ユニツトは、その
デイスク・ストレージの適当なブロツクを指定すること
によつて処理し、そして、要求したプロセツサ・ユニツ
トにそれらのページを転送する。クラスタ構成におい
て、マスタ・ユニツト及びスレーブ・ユニツトという概
念は明確ではない。例えば、プロセツサ・ユニツトＲ
は、プロセツサ・ユニツトＱに直接に接続されたデイス
ク装置に記録されたページＰのための他のプロセツサ・
ユニツトＱに要求を送つたとする。プロセツサ・ユニツ
トＱは、プロセツサ・ユニツトＴに接続されている物理
的なメモリ中の要求されたページのコピーを持つている
他のプロセツサ・ユニツトＴへの要求を差し向けること
によつて、デイスクのＩ／Ｏを回避するように試みる制
御ユニツトと同じ方法でその要求を処理するかも知れな
い。プロセツサ・ユニツトＴは、要求されたページをプ
ロセツサ・ユニツトＱを介して送らせないで、要求され
たページをプロセツサ・ユニツトＲに送る。このような
考えで、プロセツサ・ユニツトＲ、Ｑ及びＴが、ページ
Ｐにによつて「三角型Ｉ／Ｏ動作」に含まれる。本発明
によつて、相互の通信処理は減少され、そしてデイスク
装置に対する２次的なＩ／Ｏ動作が回避される。

Ｅ．実施例 第１図は本発明の方法を適用することが出来る多重プロ
セツサ式クラスタ構成のデータ処理システムのブロツク
図である。第１図に示したように、このデータ処理シス
テムは、複数個のプロセツサ・ユニツト１０と、スイツ
チ１１と、複数個の通信リンク１２とで構成されてお
り、各通信リンクは１つのプロセツサ１０をスイツチ１
１に接続している。スイツチ１１は、任意のプロセツサ
１０が他の任意のプロセツサ・ユニツトと通信するのを
制御する機能を持つている。スイツチ機能及び通信リン
クの細部は本発明を理解するために関係がないから、こ
れらの細部についてはこれ以上の説明はしない。本発明
に使用することの出来るスイツチ機能の例は、米国特許
第４６３５２５０号、同第４６３３３９４号、同第４６
３００１５号及び同第４６０５９２８号に開示されてい
る。

第２図は第１図に示された１つのプロセツサ・ユニツト
１０の細部を示す図である。プロセツサ・ユニツト１０
は、例えばＩＢＭのＡＩＸ（ＩＢＭの商標）オペレーテ
イング・システムのようなＵｎｉｘ（ＡＴＴの商標）オ
ペレーテイング・システムで動作する例えばＩＢＭパー
ソナル・コンピユータＲＴのような高性能のパーソナル
・コンピユータ、またはエンジニヤリング・ワークステ
ーシヨンである。第２図に示したように、プロセツサ・
ユニツト１０はマイクロ・プロセツサ１６と、主メモリ
１７と、プロセツサ１６及びメモリ１７と複数個のＩ／
Ｏアダプタ、即ち、ポート２０Ａ乃至２０Ｅとの間でデ
ータ転送を制御するメモリ管理装置１８とで構成されて
いる。ポート２０Ａ及び２０Ｂは、デイスプレー型の端
末装置２１及び２２をシステムに接続するための機能を
持つている。ポート２０Ｃはシステムにプリンタ２３を
接続し、そしてポート２０Ｄはシステムにデイスク駆動
装置を接続する。通信ポート２０Ｅはプロセツサ・ユニ
ツト１０を通信リンク１２に接続する。

本発明を説明する便宜上、プロセツサ１０は全体とし
て、米国特許第４７４２４４７号に開示された仮想メモ
リ型のデータ処理システムに対応しているものと仮定す
る。上述の米国特許に記載されているように、プロセツ
サは、１６セグメントのレジスタの１つを選するため
に、４個の高位ビツト３１乃至２８を用いることによつ
て４０ビツト仮想アドレスに変換された３２ビツトの有
効アドレスを持つている。この３２ビツトの有効アドレ
スの各々は、４０９６個のセグメントの１つを画定する
１２ビツトのセグメント・アドレスを記憶している。各
セグメントは２５６メガバイト（２²⁸個）のストレージ
を含でいる。若し、ページが２Ｋバイトのデータを含ん
でいるものとすれば、セグメントは１２８ページを含む
ことになる。他方、若し、ページが４Ｋバイトのデータ
を含んでいるとすれば、セグメントは６４Ｋページを含
み、これを、より正確に言えば、そのセグメントに現在
割当てられたデータのページを識別するために６４Ｋ個
の仮想アドレスを用いることが出来るということを意味
する。

上述の米国特許第４７４２４４７号に記載されているよ
うに、Ｕｎｉｘ型のオペレーテイング・システムがこの
プロセツサ・ユニツトに用いられているので、アプリケ
ーシヨン・プログラム及びこれらのプログラムによつて
用いられるデータは、Ｕｎｉｘフアイル型の構成に従つ
て構成されている。使用されるフアイルは、プロセツサ
・ユニツトの２次ストレージ装置中に記憶されており、
この２次ストレージ装置はデイスク・フアイル装置であ
つてよい。記憶単位、即ちデイスク・フアイルのアドレ
ス可能単位は、デイスクのブロツクであり、説明の便宜
上、この記憶単位はデータの１ページを記憶するものと
仮定する。Ｕｎｉｘ読取り及び書込みシステムは、主メ
モリとデイスク・ストレージ装置との間のデータ転送を
制御する機能を持つている。

また、仮想メモリ構造において、メモリ管理装置及びペ
ージ不在処理機構は、アプリケーシヨン・プログラムに
よつて実行されロードに関するインストラクシヨン及び
ストアに関するインストラクシヨンのタイプに応じて、
デイスク・フアイルと主メモリの間のページの転送を制
御する機能を有している。上述の米国特許第４７４２４
４７号に開示されたシステムにおいて、仮想アドレス空
間のセグメントにフアイルを割当てるためのマツプの機
能を果たすマツプ・ページ範囲サービス（Map Page Ran
ge Service−ＭＰＲＳ）を持つオペレーテイング・シス
テムが与えられている。ＭＰＲＳは外部ページ・テーブ
ル（External Page Table−ＸＰＴ）データ構造を用い
ており、その構造において、フアイルのページを含むデ
イスク・ブロツク・アドレスは、割当てられたセグメン
トの仮想アドレスに割当てられる。

また、メモリ管理要素は、データのページがストアされ
ている主メモリの実アドレスを、そのページに割当てら
れた仮想アドレスに相関させるための反転ページ・テー
ブル（Inverted Page Table−ＩＰＴ）データ構造を用
いる。また、上述の米国特許第４７４２４４７号に開示
されたシステムは、オペレーテイング・システムにおけ
る読出し及び書込みのシステム・コール（system cal
l）を、仮想アドレスを有するロード・インストラクシ
ヨン及びストア・インストラクシヨンに変換する方法を
使用しており、この方法は、フアイル中のパラメータ及
びＵｎｉｘオフセツト・ポインタに影響する。従つて、
すべてのデイスクＩ／Ｏ動作は、上述の米国特許第４７
４２４４７号のシステムのメモリ管理及びページ不在処
理機構の制御の下にある。

アプリケーシヨン・プログラムのインストラクシヨンを
実行する際のプロセツサ・ユニツト１０の動作を簡単に
述べると以下の通りとなる。インストラクシヨンの仮想
アドレスは、バツシユ・アンカー・テーブル（Hash Anc
hor Table−ＨＡＴ）のインデツクスを与えるために、
適当なハツシユ（hash）アルゴリズムによつてハツシユ
される。ＨＡＴにおいてインデツクスされたエントリ
（entry−記入項目）は、同じ値にハツシユされた仮想
アドレスの表中の第１エントリを指示するポインタを含
んでいる。若し、その表中のポインタを与える値にハツ
シユするであろう仮想アドレスを持つページが、実メモ
リにあれば、仮想アドレスはその表中にある。データの
ページが記憶されている実メモリのページ・フレーム
は、仮想アドレスを含む表中のエントリから得られる。
若し、仮想アドレスが上記の表になければ、対応するペ
ージは実メモリにはなく、ページ不在が発生する。

この場合、ページ不在処理機構が動作される。ページ不
在処理機構は、フアイルがマツプされたときに発生する
ＸＰＴエントリを参照することによつて、要求された仮
想アドレスを持つページがストアされているデイスク・
ブロツク・アドレスを指定する。ＸＰＴはメモリ中にピ
ン（pinned）されていないから、ページ不在処理機構
は、ページ不在処理機構が最初にＸＰＴを参照したとき
に、ページ不在に遭遇する。然しながら、ＸＰＴのエン
トリのうちの該当するページがメモリにストアされてい
るならば、元のページ不在をサービス（処置）すること
が出来る。ページは利用可能にされたメモリ中のページ
・フレームに転送され、そして業務の処理動作が再開さ
れる。

上述した仮想メモリ管理動作は、本発明の方法を適用す
ることの出来る第１図に示したプロセツサ・ユニツトに
用いることが出来る仮想メモリ管理機能の単なる一例を
説明しただけであることは注意を向ける必要がある。第
１図に示されたように、夫々のプロセツサ・ユニツト
は、相互のプロセツサ・ユニツト間でデータを転送する
関係で選択的に接続されるようにスイツチ１０と通信リ
ンク１２とによつて、他のプロセツサ・ユニツトと相互
接続される。既に述べた通り、通信ポート２０Ｅは通
常、スイツチ１１に接続される通信リンク１２にインタ
ーフエースされている。離隔メモリ管理機能は各プロセ
ツサ・ユニツト１０に付加されており、かつポート２０
Ｅと本来のメモリ管理機能装置１８との間のインターフ
エースを与える。例えば、プロセツサ・ユニツト１０Ａ
の離隔メモリ管理装置の機能は、プロセツサ・ユニツト
１０Ｂの離隔メモリ管理機能からのデータの仮想ページ
Ｐの要求を処理することにある。プロセツサ１０Ａがそ
のページ及びフアイルのためのアクセス調整ユニツトと
して任命されたので、要求はプロセツサ１０Ａに送られ
る。ページＰの要求を処理するために、離隔メモリ管理
機能は先ず、要求されたページがユニツト１０Ａの主メ
モリにあるか否かを決定する。若しページＰが主メモリ
にあれば、コピーＰｂがユニツト１０Ｂに返還され、そ
して、ユニツト１０Ｂの主メモリに要求ページのコピー
があるという事実を、第７図に示されたような仮想共用
メモリ・テーブル（Virtual Shared Memory Table−Ｖ
ＳＭＴ）と称されるデータ構造を記録する。仮想アドレ
スを含むインストラクシヨンがユニツト１０Ｂによつて
実行され、ユニツト１０Ａに記憶されているフアイルを
含んでいることが認識されたとき、離隔処理要求がユニ
ツト１０Ｂによつて開始される。フアイル、または仮想
ページのアクセス・コーデイネータが認識される態様に
ついては後述する。

上述の動作は、２つのプロセツサ・ユニツトを含む直接
要求及び直接転送の最も簡単な場合の動作である。要求
されたページＰａがユニツト１０Ａの主メモリのページ
にはなく、ユニツト１０Ｂに前に送られたコピーＰｂ
が、１０Ａ以外の他のユニツトの主メモリのコピーであ
る場合を仮定すると、含まれる動作はやや多くなる。上
述の場合において、ユニツト１０Ｃがユニツト１０Ａか
ら同じページのコピーを要求しているものと仮定する。
ユニツト１０Ａはデイスクに要求ページＰのコピーを有
しているけれども、然し、これはページＰを検索してそ
れをユニツト１０Ｃに転送するために、相対的に長時間
を要するデイスクＩ／Ｏ動作を必要とする。ユニツト１
０Ｃからの要求をサービスする際のユニツト１０Ａの離
隔メモリ管理装置は、先ず、ユニツト１０Ａの変換ペー
ジ・テーブルをチエツクし、そしてそれがユニツト１０
Ａの主メモリ中にはないことを決定する。この時点で、
従来のシステムは、ページ不在の処理を行い、デイスク
からページを検索し、それを取り出す。然しながら、本
発明の方法は、要求ページＰｂの仮想アドレスのための
ＳＶＭＴ構造を単にチエツクするだけであり、そして、
コピーＰｂがユニツト１０Ｂの主メモリ中にあることを
助言される。従つて、ユニツト１０Ａの離隔メモリ管理
装置は、ユニツト１０Ｂの離隔メモリ管理装置にメツセ
ージを送り、このメツセージによつて、ユニツト１０Ｃ
の離隔メモリ管理装置にページＰｂのコピーを送るよ
う、ユニツト１０Ｂに対して要求する。このような処理
において、ユニツト１０Ｃによる最初の要求は「三角型
Ｉ／Ｏ動作」（triangular I/O operation）によつてサ
ービスされたと言われる。三角型Ｉ／Ｏ動作は、データ
のページの転送を含む幾つかのメツセージを含むけれど
も、この動作に費やされる時間は、現在のストレージ及
び通信技術が必要とする時間、即ち、要求されたページ
をユニツト１０Ｂのデイスク・フアイルから検索し取り
出すのに含まれる時間よりも少なくとも２桁以上短縮さ
れる。

第１図に示したクラスタ構成において、各ユニツトは同
じオペレーテイング・システムで動作していることと、
クラスタ内では、各フアイルに対するコピーはただ１つ
だけしか存在しないことが好ましいこととは注意を払う
必要がある。各フアイルは、そのフアイルのアクセス・
コーデイネータとして動作するプロセツサ・ユニツトに
割当てられている。フアイルはプロセツサ・ユニツトの
２次ストレージ装置に記憶される。フアイル／アクセス
・コーデイネータの割当ては、駆動パラメータ及び通路
パラメータにフアイルの名前全体を使用するＰＣ−ＤＯ
Ｓオペレーテイング・システムに用いられている規則と
同じように、フアイルに与えた名前によつて設定するこ
とが出来る。上記の代案として、現在のアクセス・コー
デイネータと共にクラスタ中の各フアイルを表にした簡
単なアクセス・コーデイネータ用テーブルを用いること
も出来る。

以下の説明の便宜上、２¹⁷ページ即ち１２８Ｋページ
（１３１０７２）を含むセグメントから成る２¹¹バイ
ト、即ち２Ｋバイトを含むデータのページがあるものと
仮定する。クラスタにより用いられる仮想アドレス空間
は各プロセツサ・ユニツトにより使用されるので、２つ
の新しいデータ構造の識別子が用いられる。第６図に示
したローカル・セグメント識別子（Local Segment Iden
tifier−ＬＳＩＤ）は、アクセス・コーデイネータを持
つセグメントを識別する。ＬＳＩＤは１２ビツトを含ん
でいる。

第６図に示されたグローバル・セグメント識別子（Glob
al Segment Identifier−ＧＳＩＤ）は、１９ビツトを
含み、セグメント内のプロセツサ・ユニツトを識別す
る。ＧＳＩＤは１７ビツトのプロセツサ識別（ＩＤ）部
分と、１２ビツトのローカル・セグメント識別子ＬＳＩ
Ｄを持つている。

ＶＳＭＴデータ構造は、第７図に示されており、各プロ
セツサ・ユニツトによつて使用される反転ページ・テー
ブルの機能と多くの点で同じである。

ＶＳＭＴの各エントリ（記入項目）は、以下に示すフイ
ールドを含んでいる。

状態標識（State Indicator） ４ビツト ローカル・セグメント識別子（Local Segment ID） ２４ビツト ローカル・セグメント内の ページ数 １６ビツト 最終エントリ標識 １ビツト プロセツサ識別子 ８ビツト ハツシユ・チエーンの次のインデツクス （Index of Next Entry on Hash Chain） ３１ビツト 既に述べたように、各プロセツサ・ユニツト１０で用い
られている反転ページ・テーブルＩＰＴは、ページ・フ
ーム内に記憶されているページの仮想アドレスを、主メ
モリ中のページ・フレームに相関するために機能する。
第５図に示された反転ページ・テーブルは、その主メモ
リ中の各ページ・フレーム毎に１つのエントリを持つて
いる。クラスタ中の各反転ページ・テーブルに含まれて
いるデータ自身は、そのプロセツサ・ユニツトによつて
記憶されているＶＳＭＴとは重複していない。プロセツ
サ・ユニツトのためのＶＳＭＴの機能はエントリをログ
（経過記録すること）することにあり、それらのエント
リは、そのプロセツサ・ユニツトによつて調整されてい
る仮想ページが、クラスタの他のユニツトに送られたこ
とを反映している。換言すれば、プロセツサ・ユニツト
のＶＳＭＴは、そのプロセツサ・ユニツトが調整してい
る仮想ページが、クラスタの他のプロセツサ・ユニツト
に転送されたときに更新される。

プロセツサ・ユニツト１０のＶＳＭＴへのエントリの表
は、第７図に示した通りである。このテーブルのエント
リは、第８図に示したシステム・ハツシユ・アンカー・
テーブル（system hash anchor table）にストアされて
いるインデツクスによつて行われる。このインデツクス
は、そのテーブルの仮想アドレスのセクシヨンが同じ値
にハツシユされるテーブルのセクシヨン中の第１のエン
トリに対するものである。これらのセクシヨンはハツシ
ユ（hash）値セクシヨンと言われる。各ハツシユ値セク
シヨンのローカル・セグメント識別子のエントリは、降
順に並べられる。同じローカル・セグメント識別子ＬＳ
ＩＤのエントリは仮想ページ・インデツクスによつて昇
順に並べられる。

仮想アドレスのハツシユ値は、例えば、そのページを含
むセグメントのＬＳＩＤをページの「仮想ページ・イン
デツクス」でハツシユすることによつて得られる。この
ハツシユ値は、アンカー・テーブル内のインデツクスで
あり、ＶＳＭＴのハツシユ・エントリのヘツドのポイン
タを与える。

共用されたマツプ・フアイル（shared mapped file）
は、少なくとも２つの仮想メモリ・セグメントで構成さ
れている。少なくとも１つのアプリケーシヨン・プログ
ラムが、オープンしたフアイルを持つている各使用側処
理ユニツト（using processing unit）において、アプ
リケーシヨン・プログラムによつて発生されたオープン
・システム・コール毎に１つのセグメントがあり、そし
て所有側処理ユニツト（owing processing unit）にお
いては、１つのセグメントがある。第９図は共用された
マツプ・フアイルのモデルを示している。

使用側処理ユニツト１０ａのセグメントは、離隔セグメ
ント結合サービス（Bind Remote Segment Service−Ｂ
ＲＳＳ）を用いて所有側処理ユニツト１０ｂのセグメン
トに結合される。所有側処理ユニツト１０ａのセグメン
トのすべてのページは、マツプ離隔ページ範囲サービス
（Map Remote Page Range Service−ＭＲＰＲＳ）を用
いて、所有側処理ユニツトのセグメントへの読取り／書
込みを行うようマツプされる。

フアイルをマツプするために、アプリケーシヨン・プロ
グラムは、最初に、フアイルをオープンする（開始す
る）ためのオープン・システム・コール（open system
call）を発生する。次に、アプリケーシヨン・プログラ
ムはアプリケーシヨン・プログラムの仮想アドレス空間
にフアイルをマツプするためのシマート（shmat）シス
テム・コールを発生する。シマート・システム・コール
はフアイルを仮想メモリにロードするためにマツプ・ペ
ージ範囲サービス（Map Page Range Service−ＭＰＲ
Ｓ）を用いる。アプリケーシヨン・プログラムはロード
・インストラクシヨン、またはストア・インストラクシ
ヨンによつてフアイルへ直接にアクセスすることが出来
る。フアイルをアクセスするために、オペレーテイング
・システムとの間の対話単位は必要としない。アプリケ
ーシヨン・プログラムがフアイルの処理を完了した時、
アプリケーシヨン・プログラムはシマート・システム・
コールを発生することによつて、その仮想アドレス空間
からそのフアイルを除去することが出来る。代案とし
て、クローズ・システム・コールは、要求に応じて、シ
マート・システム・コールを自動的に遂行するので、ア
プリケーシヨン・プログラムはクローズ・システムを単
に発生するだけでもよい。

マツプされた所定のフアイルのデータを共用すること
は、オープン・フアイルに関連した使用側処理ユニツト
のセグメントを、オープン・フアイルに関連した所有側
処理ユニツトのセグメントに結合することによつてクラ
スタ内で遂行される。仮想メモリのセグメント中にマツ
プされたフアイル（以下マツプ・フアイルという）を持
つ各使用側処理ユニツトは、そのセグメントを実行する
アプリケーシヨン・プログラムがオープンした各マツプ
・フアイル毎に１つのセグメントを持つている。与えら
れた使用側処理ユニツト、または所有側処理ユニツトに
おけるすべてのアプリケーシヨン・プログラムは、同じ
セグメントを論理的に共用する。オープン・フアイルに
関連された所有側処理ユニツトのセグメントは、オープ
ン・フアイルと関連されている使用側処理ユニツトのセ
グメントがリンクされているセグメントである。

クラスタ構成を通じて仮想メモリのセグメントを共用す
るための１つの要件は、独立型の構成とクラスタ構成と
の両方において、マツプ・フアイルが同じ内容となるよ
うに更新されるのを保証することである。このことは、
下記の示唆、即ち、マツプ・フアイルに対して実行され
る各ストア・インストラクシヨンは、クラスタ内で共用
されるマツプ・フアイルの全てのコピーに直ちに適用さ
れるように現われねばならないことを示唆している。こ
れはマツプ・フアイルをアクセスするとき、調和を持た
せるルールを定めることによつて達成される。

これらの調和のルールは、 （１）若し、クラスタ構成内の処理ユニツトで実行して
いる１つ以上のアプリケーシヨン・プログラムが、ペー
ジ中に書込みを行つたとすれば、たつた１台の処理ユニ
ツトしか、セグメントの与えられたページのコピーを持
つことが出来ないこと及び、 （２）若し、クラスタ構成中の任意の処理ユニツトで実
行しているアプリケーシヨン・プログラムが、ページ中
に書き込みをしていなければ、任意数の処理ユニツト
が、セグメントの与えられたページのコピーを持つこと
が出来ること、 というものである。

所有側処理ユニツトと使用側処理ユニツトの仮想メモリ
管理要素（Virtual Memory Manager−ＶＭＭ）は、これ
らの調和のルールを実施するために協働する。各ＶＭＭ
は従来のハードウエアのページ保護機構を用いることに
よつてこれらの調和の状態を実現する。共用された仮想
メモリ中の各ページは、それに関連した２つのページ保
護キーを持つ。前者のキーはクリエート・セグメント・
サービス（Create Segment Service−ＣＳＳ）、または
保護ページ・サービス（Protect Page Service−ＰＳ
Ｓ）を用いて特定された要求保護キー（requested prot
ection key）である。このキーは、メモリ・アクセスの
どのタイプがそのページに有効かを決めるのに使用され
る。後者のキーは有効保護キー（effective protection
key）である。このキーは共用されるマツプ・フアイル
のデータの調和ルールを実施するために使用される。

マツプ・フアイル中の各ページは、任意の時間において
３つの独立した調和状態の１つを持つている。これらの
調和状態は、使用側処理ユニツトと所有側処理ユニツト
の両方の共用マツプ・フアイルに適用する。クラスタを
通じて共用されたマツプ・フアイルの与えられたページ
の調和用のルールは、仮想共用メモリ・テーブル（ＶＳ
ＭＴ）状態フイールド（第７図参照）中に記録される。
ＶＳＭＴのデータ構造がどのようにして更新されるかに
ついては、後述する。調和の状態は以下の通りである。

「アクセスせず」（NoAccess）の調和状態：この状態に
おいては、ページのコピーは処理ユニツトの主メモリに
はない。アプリケーシヨン・プログラムがベージをアク
セスする全ての場合、ページ不在発生割込み（page fal
t occurred interrupt）信号が発生され、この信号はＶ
ＭＭに送られる。この状態は、クラスタ中の他の処理ユ
ニツトにあるページのコピーの有効な調和の状態に関し
て付加的な制限を与えない。

「読取りのみ」（ReadOnly）の調和状態：この状態にお
いて、ページのコピーは、処理ユニツトの主メモリ中に
ある。そして、ページのコピーは主メモリに置かれてい
るので、修正されていない。ページの有効保護キーは読
取りのみである。ページに対するストア・アクセスは、
若し、要求された保護キーが読取り／書込みであれば、
ページ不在発生割込み信号を発生し、この信号はＶＭＭ
に送られる。ページに対するストア・アクセスは、若し
要求された保護キーが読取りのみであれば、保護除外発
生割込み信号を発生し、この信号はＶＭＭに送られる。
前者の割込み信号は、アプリケーシヨン・プログラムが
書込みのために、ページのアクセスを行つたことをＶＭ
Ｍに知らせるのに使用される。後者の割込み信号は、ア
プリケーシヨン・プログラムが書込みのために、ページ
のアクセスを行つたことをＶＭＭに知らせるのに使用さ
れるが、しかし、これはそうすることの許可を持つもの
ではない。これは一般にエラー状態とされ、適当な方法
でエラーを処理するように、エラー操作が遂行されねば
ならない。

ページが「読取りのみ」の調和状態にある時には、クラ
スタ中の他の処理ユニツトは同じページを、読取りのた
めにアクセスすることが出来る。ページが「読取りの
み」の調和状態にある時は、クラスタ中の他の処理ユニ
ツトは同じページを、書込みのためにアクセスすること
は出来ない。

「読取り書込み」（ReadWrite）の調和状態：この状態
においては、ページのコピーは処理ユニツトの主メモリ
中にある。そして、ページは処理ユニツトの主メモリ中
に記憶されているので、そのページは修正されていな
い。ページの有効保護キーは読取り／書込みである。Ｖ
ＭＭに信号を送るページ不在発生割込み信号を発生させ
ることなく、読取りまたは書込みの何れに対しても、ペ
ージのアクセスをすることが出来る。読取りのためのペ
ージのアクセスは、若し、要求された保護キーが、ペー
ジの読取りアクセスを許容しなければ、ＶＭＭに信号が
送られる保護例外割込み信号を発生する。書込みのため
のページのアクセスは、若し、要求された保護キーがそ
のページへの書込みアクセスを許容しなければ、ＶＭＭ
へ信号が送られる保護例外割込み信号を発生する。クラ
スタ内の他の全ての処理ユニツトは、ページが「読取り
書込み」の調和状態にあるときは、読取り書込みのいず
れでも同じページにアクセスすることが出来る。

幾つかの事態が発生すると、ページの調和状態は、その
事態によつて影響される。それらの事態とは（１）同じ
処理ユニツトで実行している複数個のアプリケーシヨン
・プログラムによつて、ページをアクセスする場合と、
（２）同じ処理ユニツトにおいて除去ページ範囲（Purg
e Page Range-ＰＰＲＳ）を実行する場合と、（３）同
じ処理ユニツトにおいて除去セグメント・サービス（Pu
rge Segment Service-ＰＳＳ）を実行する場合と、
（４）同じ処理ユニツトにおいてＶＭＭのページ置換メ
カニズムを実行する場合と、（５）クラスタ内の各処理
ユニツトにおけるページの調和状態を変化する場合とで
ある。クラスタ内の各処理ユニツトのＶＭＭの実行は、
これらの状況がページの調和状態の有効なトランジシヨ
ンを生じることを保証するために協働する。ＶＭＭによ
つて許容される有効なトランジシヨンは、以下の通りで
ある。

「アクセスせず」の調和状態から、「読取りのみ」の調
和状態へのトランジシヨン（NoAccess to ReadOnly）：
この調和状態のトランジシヨンは、ページの読取りアク
セスから発生して、使用側処理ユニツトのＶＭＭへ送ら
れたページ不在割込み信号によつてトリガされる。ペー
ジ不在割込み信号を受け取つたとき、使用側処理ユニツ
トのＶＭＭは、要求する所有側処理ユニツトＶＭＭへメ
ツセージを送り、所有側処理ユニツトのＶＭＭは、ペー
ジのデータと、読取りのページをアクセスするための許
可とを、使用側処理ユニツトのＶＭＭに要求する。

そのページに対する前の調和状態を「記憶する」こと
と、ページの調和状態が「アクセスせず」であるときに
発生するページの読取りアクセスの代りに、ページの調
和状態が「読取り書込み」であるときに発生するページ
の書込みアクセスであるかのように、このトランジシヨ
ンを取り扱うことが、ある場合には、使用側処理ユニツ
トにとつては望ましことがある。実際上しばしば生じる
ように、ページの書込みアクセスがページの読取りアク
セスに続く時、プロトコルのこの変更は、２つの調和状
態の変更を阻止する。若し、この変更プロトコルが用い
られたとすれば、ページ不在発生割込み信号を受け取つ
たとき、使用側処理ユニツトのＶＭＭは、所有側処理ユ
ニツトのＶＭＭにメツセージを送り、所有側処理ユニツ
トのＶＭＭが、ページのデータと、書込みのためのアク
セスの許可とを、使用側処理ユニツトのＶＭＭに送るこ
とを要求する。

「アクセスせず」の調和状態から「読取り書込み」の調
和状態への（NoAccess to ReadWrite）トランジシヨ
ン：この調和状態のトランジシヨンは、ページの書込み
アクセスから発生した使用側処理ユニツトのＶＭＭに送
られるページ不在発生割込み信号によつてトリガされ
る。ページ不在発生割込み信号を受け取つたとき、使用
側処理ユニツトのＶＭＭは、所有側処理ユニツトのＶＭ
Ｍにメツセージを送り、これにより、所有側処理ユニツ
トのＶＭＭが、ページのデータと、書込みのためのアク
セスの許可とを使用側処理ユニツトのＶＭＭに送ること
を、所有側処理ユニツトに対して要求する。

「読取りのみ」の調和状態から「書込み読取り」の調和
状態への（ReadOnly to ReadWrite）トランジシヨン：
この調和状態のトランジシヨンは、ページの書込みアク
セスから発生した使用側処理ユニツトのＶＭＭに送られ
るページ不在発生割込み信号によつてトリガされる。ペ
ージ不在発生割込み信号を受け取つたとき、使用側処理
ユニツトのＶＭＭは、所有側処理ユニツトのＶＭＭへメ
ツセージを送り、これによつて、所有側処理ユニツトの
ＶＭＭが、ページの書込みを行うためのアクセスの許可
を使用側処理ユニツトのＶＭＭに送ることを、所有側処
理ユニツトに対して要求する。

「読取りのみ」の調和状態から「アクセスせず」の調和
状態への（ReadOnly to NoAccess）トランジシヨン：こ
の調和状態のトランジシヨンは、（ａ）修正されていな
いページを含むページ・フレームが、データの他のペー
ジを保持するように、使用側処理ユニツトのＶＭＭによ
つて再割当てされた時か、または、（ｂ）修正されてい
ないページが、除外セグメント・サービス（Purge Segm
ent Service-ＰＳＳ）か、或は除外ページ範囲サービス
（Purge Page Range Service-ＰＰＲＳ）のいずれかを
用いて除外された時か、または、（ｃ）読取り／書込み
のためにマツプされたフアイルを持つ他の使用側処理ユ
ニツトにおいて実行しているアプリケーシヨン・プログ
ラムが、書込みのためのページのアクセスをした場合に
生じる「アクセスせず」に対するページ用の有効保護キ
ーを、使用側処理ユニツトのＶＭＭが変更するように、
所有側処理ユニツトのＶＭＭが要求した時にトリガされ
る。

「読取り書込み」の調和状態から「アクセスせず」の調
和状態への（ReadWrite to NoAccess）トランジシヨ
ン：この調和状態のトランジシヨンは、（ａ）修正され
たページを含むページ・フレームが、使用側処理ユニツ
トのＶＭＭによつて置換するために選択された時か、ま
たは、（ｂ）修正されたページが除外セグメント・サー
ビス（ＰＳＳ）か、或は除外ページ範囲サービス（ＰＰ
ＲＳ）のいずれかを用いて除外された時か、または、
（ｃ）読取り／書込みのためにマツプされたフアイルを
持つている他の使用側処理ユニツトにおいて実行してい
るアプリケーシヨン・プログラムが、ページの書込みの
アクセスをした場合に生じる「アクセスせず」に対する
ページ用の有効保護キーを、使用側処理ユニツトのＶＭ
Ｍが変更するように、所有側処理ユニツトのＶＭＭが要
求した時にトリガされる。使用側処理ユニツトのＶＭＭ
は、ページに含まれているデータを所有側処理ユニツト
のＶＭＭに送り、そして、使用側処理ユニツトのＶＭＭ
が「アクセスせず」のページの調和状態を変更したこと
と、その主メモリからページを除去したことの通知とを
所有側処理ユニツトのＶＭＭに送る。

「読取り書込み」の調和状態から「読取りのみ」の調和
状態への（ReadWrite to ReadOnly）トランジシヨン：
この調和状態のトランジシヨンは、（ａ）修正されたペ
ージを含むページ・フレームが、使用側処理ユニツトの
ＶＭＭによつて置換するために選択された時か、また
は、（ｂ）修正されたページが、除外セグメント・サー
ビス（ＰＳＳ）か、或は除外ページ範囲サービス（ＰＰ
ＲＳ）のいずれかを用いて除外された時か、または、
（ｃ）読取り／書込み用にマツプされたフアイルを持つ
ている他の使用側処理ユニツトで実行しているアプリケ
ーシヨン・プログラムが、ページの書込みのアクセスを
した場合に生じる「アクセスせず」のページのための有
効保護キーを、使用側処理ユニツトのＶＭＭが変更する
ように、所有側処理ユニツトのＶＭＭが要求した時にト
リガされる。使用側処理ユニツトのＶＭＭは、ページに
含まれているデータを所有側処理ユニツトのＶＭＭに送
り、そして、使用側処理ユニツトのＶＭＭが「読取りの
み」のページの調和状態を変更したことと、ページの読
取りのみのアクセスを許容するように有効保護キーをセ
ツトしたことの通知を所有側処理ユニツトのＶＭＭに送
る。

所有側処理ユニツトのＶＭＭは、調和状態の有効な組合
せがマツプ・フアイルをアクセスする各ノードにおいて
存在することを保証する。これは、所有側処理ユニツト
の調和の制御アルゴリズムの下で管理された各ページに
対する書込み装置のリストを、所有側処理ユニツトのＶ
ＭＭに維持させることと、データの与えられたページの
調和状態を変更する要求を、所有側処理ユニツトによつ
て、所有側処理ユニツトから使用側処理ユニツトへ送ら
せることとによつて達成される。使用側処理ユニツトに
よるページの読取りアクセスのすべての要求は、「読取
り書込み」の調和状態から「読取りのみ」への調和状態
の変更をページに書込む要求を、所有側処理ユニツトに
よつて、所有側処理ユニツトから、そのページについて
のアプリケーシヨン・プログラムを実行している使用側
処理ユニツトへ送らせる。使用側処理ユニツトによるペ
ージの書込みアクセスのすべての要求は、「アクセスせ
ず」のページの調和状態に変化する要求を、所有側処理
ユニツトによつて、所有側処理ユニツトから、「読取り
書込み」調和状態のページを持ち、かつそのページにつ
いてのアプリケーシヨン・プログラムを実行している使
用側処理ユニツトへ送らせるか、または、「アクセスせ
ず」のページの調和状態に変化する要求を、所有側処理
ユニツトによつて、所有側処理ユニツトから、「読取り
のみ」調和状態のページを持ち、かつそのページについ
てのアプリケーシヨン・プログラムを実行している使用
側処理ユニツトへ送らせる。

他の処理ユニツトによつて、それが調整されているペー
ジの処理を反映するために、各処理ユニツトの幾つかの
ＳＶＭＴを更新するためのプロトコルは、特定のアプリ
ケーシヨンに大きく依存している。或る種のアプリケー
シヨンにおいて、コピーが最早、要求処理ユニツトの主
メモリにないので、アクセス・コーデイネータはそのユ
ニツトを含んだ三角型Ｉ／Ｏ動作による他の要求をサー
ビス出来ない時を、アクセス・コーデイネータに通知す
ることが、より効果的である。

同様に、１台以上の処理ユニツトによつて書込まれるペ
ージを保護するためのプロトコルは、ロツキング・ビツ
トを含んで、多くの従来の保護方法の形式を取ることが
出来る。１９８７年１１月２６日に開催されたオペレー
テイング・システムに関するＡＣＭ特別グループ（ACM
Special Interest Group on Operating Systms）の会報
に記載されたチヤン（A.Chang）等の「８０１ストレー
ジ：アーキテクチヤ及びプログラミング」（801 Storag
e:Architecture and Programming）と題する文献に記載
された技術を使用することが出来る。

第１０図を参照して、代表的な動作を以下に説明する。
第１０図は３台の処理ユニツト１０ａ、１０ｂ及び１０
ｃと、スイツチ１１と、処理ユニツトをスイツチに接続
する３台の通信リンクとで構成されたクラスタのブロツ
ク図である。各処理ユニツトはデイスク装置を仮定した
２次ストレージ装置を有している。個々の処理ユニツト
に接続された２次ストレージ装置にストアされたフアイ
ルの内容を除いて、処理ユニツト１０ａ、１０ｂ及び１
０ｃは同じであると仮定する。以下に、クラスタ構成内
の代表的な動作を第１０図乃至第１３図を参照して説明
する。これらの動作及びメツセージの流れの説明は、汎
用目的のオペレーテイング・システムのソフトウエアの
仮想メモリ管理コンポーネントの分野の専門家が、本発
明の方法を実施するのに、過度の実験をすることなく実
行することが出来るような程度のレベルで説明されてい
る。

第１１図はクラスタ内の処理ユニツトの１つにストア
（記憶）される新しいフアイルを作成するためのステツ
プを説明するフロー・チヤートである。

第１１図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａで
実行するアプリケーシヨン・プログラムは、フアイル
「／ｕ／エスモルガン／データベース」を作成するため
にクリエート［ｓｉｃ］システム・コール（create[si
c]system call）を使用する。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａで実行するオ
ペレーテイング・システムはアプリケーシヨン・プログ
ラムからオペレーテイング・システム・コールを横取り
（intercept）する。

ステツプＣにおいて、オペレーテイング・システムは、
「ルート」システムのテイレクトリを検索する。ルート
・システム・デイレクトリはフアイル名のリストを含ん
でおり、夫々のフアイル名はそのフアイルのためのアク
セス・コーデイネータの名前を持つている。説明を簡単
にするために、ＵＮＩＸのフアイル名の付け方の規則
と、デイレクトリの構成とが使用されるものとするが、
この仮定自身は本発明の方法を実施するための目的とは
直接関係がないことは、この道の専門家であれば容易に
理解出来る。例えば、他のアプリケーシヨン・プログラ
ムが、「／ｕ／エスモルガン／データベース」を作成す
るために使用することが出来る。オペレーテイング・シ
ステムは、「／」に該当するルート・システム・デイレ
クトリを検索し、そして、システム・デイレクトリが
「ｕ」のエントリを含むことと、そのｕがデイレクトリ
であることとを見出す。

ステツプＤにおいて、オペレーテイング・システムはｕ
デイレクトリを検索し、そのデイレクトリが「エスモル
ガン」のエントリを含んでいることと、そのエスモルガ
ンがデイレクトリであることとを決定する。

ステツプＥにおいて、オペレーテイング・システムは、
直接にエスモルガンを検索し、そしてそのデイレクトリ
が「データベース」のエントリを含まないことを見出
す。

ステツプＦにおいて、オペレーテイング・システムは、
フアイル「データベース」のためのアクセス・コーデイ
ネータとして使用するのに、クラスタ中のどの処理ユニ
ツトが最適の装置であるかを決める。オペレーテイング
・システムは、処理ユニツトに関して合理的な選択をす
るために、本発明の方法の実施に不要な動作を選択する
ための或る種のアルゴリズムを使用する。例えばアクセ
ス・コーデイネータの選択は、他のフアイルに対するア
クセス・コーデイネータとしての義務の負擔が最も小さ
い処理ユニツトを、計算に基づいて選択してもよい。オ
ペレーテイング・システムは、他の処理ユニツトに対し
て最も小さな義務が課せられている処理ユニツトを選択
することによつて、アクセス・コーデネーシヨンの機能
（アクセスの調整機能）がその構成中の幾つかの処理ユ
ニツトの間で均等に広がつているものとして、そのシス
テム構成が全体として最上の性能を備えているという想
定をすることが出来る。

ここで、形成されるべきフアイル、ｕ／エスモルガン／
データベースのためのアクセス・コーデイネータとして
選ばれたその構成中の１つの処理ユニツトは、説明の便
宜上、処理ユニツト１０ｃであるとする。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ａはフアイルを
作成するために、処理ユニツト１０ｃにメツセージ１を
送る。

ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニツト１０ｃは、フアイルが
作成（create）システム・コールの直接ルツク・アツプ
（検索）位相（ステツプＣ乃至Ｅ）において処理ユニツ
ト１０ａによつて遂行されるのと同様な方法で、幾つか
の共用デイレクトリを検索することによつてその構成内
にフアイルが存在しないことを決定する。

ステツプＩにおいて、処理ユニツト１０ｃはフアイルを
作成し、そのフアイルにフアイル識別子（File Identif
ier-ＦＩＤ）を割当てる。説明を簡明にするために、フ
アイル識別子は、構成中のフアイルを識別する３２ビツ
トの数値であるとする。フアイル識別子は、アクセス・
コーデイネータに対してフアイルを識別するアクセス・
コーデイネータによつて選ばれた数値と、アクセス・コ
ーデイネータ（処理ユニツト１０ｃ）のための処理ユニ
ツトの識別子とを連結することによつて構成される。プ
ロセツサ識別子（Processor Identifier-ＰＩＤ）は、
クラスタ構成内の与えられた処理ユニツトを識別する７
ビツトの数値である。

ステツプＪにおいて、処理ユニツト１０ｃは、構成中の
他の処理ユニツト１０ａ及び１０ｂの各々に、ＦＩＤに
よつて識別されるフアイルが作成されたというメツセー
ジ２を送る。メツセージ２はフアイル名と、フアイル識
別子ＦＩＤと、アクセス・コーデイネータのプロセツサ
識別子ＰＩＤとを含んでいる。

ステツプＫにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ２を受け取ると、処理ユニツト１０ａは、フアイル
／ｕ／エスモルガン／データベースが作成されることを
決定し、そして、処理ユニツト１０ａ及び１０ｂの各々
は、新しく作成されたフアイル／ｕ／エスモルガン／デ
ータベースの存在を表示するために、システム・デイレ
クトリのコピーを更新するとともに、フアイルのフアイ
ル識別子ＦＩＤ及びアクセス・コーデイネータのプロセ
ツサ識別子ＰＩＤを更新する。

ステツプＬにおいて、処理ユニツト１０ａは、フアイル
が作成された処理ユニツトで実行しているアプリケーシ
ヨン・プログラムを通知する。

第１２Ａ図及び第１２Ｂ図は、クラスタ内の処理ユニツ
トで動作されるアプリケーシヨン・プログラムによつ
て、どのようにして現存するフアイルをオープンするか
を説明するためのフローチヤートである。

第１２Ａ図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａ
で実行しているアプリケーシヨン・プログラムは、フア
イル／ｕ／エスモルガン／データベースをオープン（開
始）するために、読取り／書込みアクセスのためのオー
プン・システム・コールを使用する。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａ中で実行して
いるオペレーテイング・システムは、アプリケーシヨン
・プログラムからシステム・コールを横取りする。

ステツプＣにおいて、オペレーテイング・システムは、
ルート・システム・デイレクトリ「／」を検索して、そ
れが「ｕ」のエントリを含んでいることと、ｕがデイレ
クトリであることとを見出す。

ステツプＤにおいて、オペレーテイング・システムは、
「エスモルガン」のｕデイレクトリを検索して、エスモ
ルガンがデイレクトリであることを見出す。

ステツプＥにおいて、オペレーテイング・システムは、
「データベース」のエスモルガン・デイレクトリを検索
して、（１）「データベース」はフアイルであること、
（２）フアイルのアクセス・コーデイネータは処理ユニ
ツト１０ｃであること、（３）フアイル識別子ＦＩＤは
フアイルに関連していることを決定する。

ステツプＦにおいて、処理ユニツト１０ａで実行してい
るオペレーテイング・システムは、フアイル識別子ＦＩ
Ｄを含むメツセージ１を、処理ユニツト１０ｃに送つ
て、ＦＩＤで識別されたフアイルが、処理ユニツト１０
ａで実行しているアプリケーシヨン・プログラムのため
にオープンされるべきことを要求する。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニツト１０ｃは、フアイル記
述子（File Descriptor-ＦＤ）の２次ストレージ装置の
記憶位置を決定し、ＦＩＤによつて識別されたフアイル
を記述する。処理ユニツト１０ｃは、フアイル識別子Ｆ
ＩＤを使用することによつて、フアイル記述子ＦＤを位
置付けて、処理ユニツト１０ｃのフアイル記述子テーブ
ル（File Descriptor Table-ＦＤＴ）中にインデツクス
する。処理ユニツト１０ｃにあるＦＤＴは、現存する各
フアイルのフアイル記述子を含み、それらのフアイルに
対して、処理ユニツト１０ｃはアクセス・コーデイネー
タとして動作する。フアイル記述子は、与えられたフア
イルの一部である処理ユニツト１０ｃに接続された２次
ストレージ装置のデイスク・ブロツクの数及び位置を判
別する。更に、フアイル記述子は、例えばフアイルの長
さ、アクセスされた最新の時間、フアイルを所有してい
る装置名などの他の情報を含んでいる。フアイル記述子
に含まれている情報の細部は、この道の専門家には自明
であるし、本発明には直接関係がないから、これ以上の
説明はしない。

ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ｃは、ＦＩＤに
よつて識別されたフアイルは、現在オープンされていな
い、即ちそのフアイルは現在、そのフアイルに関連した
ローカル仮想セグメントを現在持つていないことを決定
する。

ステツプＩにおいて、処理ユニツト１０ｃは、フアイル
識別子ＦＩＤに対する仮想メモリ・セグメントを作成す
るために、セグメント作成サービス（Create Segment S
ervice-ＣＳＳ）を使用する。その処理の際に、処理ユ
ニツト１０ｃは、フアイル記述子ＦＤを用いてセグメン
トが作成されること、また、作成されるセグメントのた
めの要求された保護キーが読取り／書込みであることを
特定する。ＣＳＳは、作成されたセグメントが識別され
るセグメント識別子を返環する。

ステツプＪにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ｃが処理ユニツト１０ａのために、ＦＩＤによ
つて識別されたフアイルを成功裡にオープンしたことに
応答して、処理ユニツト１０ａにメツセージ２を送る。
メツセージ２はＦＩＤによつて識別されたフアイルに関
連するセグメントとしてのセグメント識別子Ｓを含んで
いる。

ステツプＫにおいて、処理ユニツト１０ａは、ＦＩＤに
よつて識別されたフアイルが現在オープンしていない、
即ちそのフアイルはそれに関連したローカル仮想セグメ
ントを現在持つていないことを決定する。

ステツプＬにおいて、処理ユニツト１０ａは、離隔セグ
メント作成サービス（Create Remote Segment Service-
ＣＲＳＳ）を使用してＦＩＤによつて識別されるフアイ
ルに対してローカル・セグメントＳＡを作成する。ＣＲ
ＳＳはセグメント識別子Ｓを取り、そして「ダミー」セ
グメントＳＡを作成する。ダミー・セグメントは、セグ
メント識別子及びセグメント識別子テーブル（Segment
Identifier Table-ＳＩＴ）エントリを持つが、しかし
外部ページ・テーブル（External Page Table-ＸＰＴ）
は持たないローカル・セグメントである。

ステツプＭにおいて、処理ユニツト１０ａは、グローバ
ル・セグメントＳにローカル・セグメントＳＡを結合す
るために、離隔セグメント結合サービス（Bind Remote
Segment Service-ＢＲＳＳ）を使用する。ＢＲＳＳは、
セグメント識別子Ｓ及びＳＡと、アクセス・コーデイネ
ータ（処理ユニツト１０ｃ）のプロセツサ識別子ＰＩＤ
とを用いることによつて、セグメントＳＡに関連したＳ
ＩＴテーブルのエントリを修正し、セグメントＳＡがセ
グメントＳに関係していることを表示し、そのアクセス
は処理ユニツトＰＩＤによつて調整される。

ステツプＮにおいて、処理ユニツト１０ａは、フアイル
／ｕ／エスモルガン／データベースが成功裡にオープン
されたことを決定し、それをアプリケーシヨン・プログ
ラムに知らせる。

第１３図は、クラスタ構成中で共用されている仮想メモ
リに、どのようにしてオープンされたフアイルがロード
されるかを説明する図である。

第１３図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａで
実行しているアプリケーシヨン・プログラムは、読取り
／書込みのアクセスを行うためと、オープン・フアイル
「／ｕ／エスモルガン／データベース」に関連するロー
カル・セグメントＳＡをアプリケーシヨン・プログラム
の仮想アドレス空間にマツプするために、シマート（sh
mat）システム・コールを使用する。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａで実行してい
るオペレーテイング・システムは、アプリケーシヨン・
プログラムからシマート・システム・コールを横取りす
る。

ステツプＣにおいて、オペレーテイング・システムは、
ローカル・セグメントＳＡが離隔セグメントＳに結合さ
れていることと、そのアクセスは処理ユニツト１０ｃに
よつて調整されることを決定する。処理ユニツト１０ａ
は、現在オープンしているフアイルのセグメントの識別
子と、現在オープンしているフアイルの該当する離隔セ
グメントと、セグメントに関連したアクセス・コーデイ
ネータのプロセツサ識別子とに関して、セグメント識別
子テーブルを検索することによつて、この決定を行う。

ステツプＤにおいて、処理ユニツト１０ａは、ローカル
・セグメントＳＡをアプリケーシヨン・プログラムの仮
想アドレス空間にマツプするために、マツプ・ページ範
囲サービス（Map Page Range Service-ＭＰＲＳ）を使
用する。

ステツプＥにおいて、処理ユニツト１０ａは、フアイル
／ｕ／エスモルガン／データベースがアプリケーシヨン
・プログラムの仮想アドレス空間に成功裡にマツプされ
たことを決定し、そしてアプリケーシヨン・プログラム
にこれを通知する。

第１４図は、使用側処理ユニツトが構成中のいずれの処
理ユニツトのメモリにもストアされていないページのコ
ピーを入力することを要求したとき、アクセス・コーデ
イネータによつて遂行されるステツプを説明するための
図である。ここで説明の便宜上、以下のように仮定す
る。即ち、その仮定とは、 （１）処理ユニツト１０ａで実行しているアプリケーシ
ヨン・プログラムは、既にフアイルをオープンしてお
り、そして、アプリケーシヨン・プログラムの仮想アド
レス空間中にマツプ・フアイルを持つているものとし、 （２）処理ユニツト１０ｃはフアイルのアクセス・コー
デイネータとして動作するものとすることである。

第１４図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａで
実行しているアプリケーシヨン・プログラムは、フアイ
ルＦを含むセグメントＳＬのページＰを読取るためのア
クセスを行なう。

ステツプＢにおいて、アプリケーシヨン・プログラム
は、ページ不在に遭遇する。

ステツプＣにおいて、処理ユニツト１０ａで実行してい
るオペレーテイング・システムは、このページ不在を横
取りし、そして、そのページ不在はアプリケーシヨン・
プログラムによるセグメントＳＬのページＰの読取りア
クセスによつて惹起されたことを決定する。

ステツプＤにおいて、処理ユニツト１０ａは、セグメン
トＳＬが、離隔セグメントであること、そして、そのア
クセスが処理ユニツト１０ｃによつて調整されることを
決定する。

ステツプＥにおいて、処理ユニツト１０ａは、セグメン
トＳＬが離隔セグメントＳＲに結合されることを決定す
る。

ステツプＦにおいて、処理ユニツト１０ａは、処理ユニ
ツト１０ｃがセグメントＳＲのページＰのコピーを処理
ユニツト１０ａに送ることを要求するメツセージ１を、
処理ユニツト１０ｃに送る。

ステツプＧにおいて、このメツセージ１を受取ると、処
理ユニツト１０ｃは、セグメントＳＲのページＰのエン
トリに関して、ＶＳＭテーブルを検索する。説明を簡明
にするために、以下の仮定、即ちただ１つのエントリだ
けがセグメントＳＲのページＰのＶＳＭテーブル中に存
在しているものとし、処理ユニツト１０ｂがメモリ中の
ページのコピーを持つていることを、エントリが示して
いるものとし、「読取りのみ」の調和状態がページのコ
ピーに関連されているものとする。

ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ｃは、セグメン
トＳＲが処理ユニツト１０ｂ中のセグメントＳＴに結合
されることを決定する。

ステツプＩにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ｂがセグメントＳＴのページＰのコピーを処理
ユニツト１０ａに送ることと、そのページＰのコピーは
それに関連した「読取りのみ」調和状態を持つているこ
ととを要求するメツセージ２を処理ユニツト１０ｂに送
る。更に、メツセージ２は、処理ユニツト１０ａがセグ
メントＳＴを、セグメントＳＬとして扱うことを表示す
る。

第１５ａ図乃至第１５ｂ図は、ページのデータが１つの
処理ユニツトから他の処理ユニツトへ転送されている時
に、どのようにして、ＶＳＭＴがアクセス・コーデイネ
ータによつて更新されるかのステツプの細部を説明する
フロー・チヤートである。説明の便宜上、（１）処理ユ
ニツト１０ａで実行しているアプリケーシヨン・プログ
ラムは、既にフアイルをオープンしているものとし、
（２）処理ユニツト１０ｃはフアイルのアクセス・コー
デイネータとして使用するものとする。

第１５ａ図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａ
で実行しているアプリケーシヨン・プログラムは、フア
イルＦを含むセグメントＳＡのページＰを読取るための
アクセスを行う。

ステツプＢにおいて、アプリケーシヨン・プログラム
は、ページ不在に遭遇する。

ステツプＣにおいて、処理ユニツト１０ａで実行してい
るオペレーテイング・システムは、ページ不在を横取り
し、そのページ不在がアプリケーシヨン・プログラムに
よつて、セグメントＳＡのページＰの横取りアクセスに
よつて発生されたことを決定する。

ステツプＤにおいて、セグメントＳＡは離隔セグメント
Ｓに結合されるローカル・セグメントであることと、そ
のアクセスは処理ユニツト１０ｃによつて調整されるこ
ととを、処理ユニツト１０ａによつて決定される。

ステツプＥにおいて、処理ユニツト１０ａは、処理ユニ
ツト１０ｃが処理ユニツト１０ａにセグメントＳのペー
ジＰのコピーを送ることを要求するメツセージ１を、処
理ユニツト１０ｃに送る。

ステツプＦにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニツト１０ｃは、セグメントＳのページＰのエントリに
関してＶＳＭテーブルを検索する。説明の便宜上、
（１）セグメントＳのページＰのＶＳＭテーブル中にた
だ１つのエントリが存在するものとし、（２）そのエン
トリは、処理ユニツト１０ｂがメモリ中にページのコピ
ーを持つていることを表示しているものとし、（３）
「読取りのみ」の調和状態がページのコピーに関連して
いるものとする。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ｂが処理ユニツト１０ａにセグメントＳのペー
ジＰのコピーを送ることと、ページのコピーがページＰ
と関連する「読取りのみ」調和状態を持つこととを要求
するメツセージ２を、処理ユニツト１０ｂに送る。

ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ａがセグメントＳのページＰのコピーを送つた
ことと、ページＰと関連する「読取りのみ」の調和状態
であることとを表示するＶＳＭテーブルにエントリを付
加する。セグメントＳのページＰのためのエントリをＶ
ＳＭテーブルに付加するために、処理ユニツト１０ｃは
以下のステツプを遂行しなければならない。

（Ｈ１）若し、ＶＳＭテーブル中に、このページのエン
トリが既にあるならば、セグメントＳＲのページＰに対
応するハツシユ・アンカー・テーブル中のエントリと一
致して位置付けるために、セグメントＳＲとページ数Ｐ
のセグメント識別子をハツシユする。

（Ｈ２）ハツシユ・チエーンが空であるか否かを決定す
る。計算されたハツシユ値に対してハツシユ・アンカー
・テーブル中の「空」ビツトを検査することによつてこ
の動作を遂行する。上述の場合、ハツシユ・チエーン
は、処理ユニツト１０ｂに位置するセグメントＳのペー
ジＰのエントリである少なくとも１つのエントリを含ん
でおり、「空」ビツトはクリアされる。

（Ｈ３）ハツシユ・チエーンが処理ユニツト１０ｂのセ
グメントＳのページＰのエントリを見出すまで、計算さ
れたハツシユ値のハツシユ・チエーンに従う。このエン
トリは、ＶＳＭテーブルのエントリＥとして後述され
る。

（Ｈ４）現在は使用されていないＶＳＭテーブルのエン
トリの自由リストを用いることによつて、ＶＳＭテーブ
ルのエントリＦを割当てる。自由リストからデータ構造
中のエントリを割当てることは、コンピユータ・プログ
ラミングの分野では簡単であり、公知なので、これ以上
の説明はしない。

（Ｈ５）エントリＦ中に該当値を記入する。記入するフ
イールドを列記すると、 （ａ）処理ユニツト１０ａを識別する数値を記入するプ
ロセツサ識別子フイールドと、 （ｂ）ページ番号Ｐを記入するページ番号フイールド
と、 （ｃ）セグメント識別子Ｓを記入するローカル・セグメ
ント識別子フイールドと、 （ｄ）調和状態「読取りのみ」を識別する数値を記入す
る状態フイールドである。

（Ｈ６）計算されたハツシユ値のハツシユ・チエーンに
エントリＦを加える。これは、以下の処理によつて行わ
れる。

（ａ）エントリＥの「次のエントリ・インデツクス」フ
イールドをエントリＦの「次のエントリ・インデツク
ス」フイールドにコピーし、次に、 （ｂ）エントリＦの値を、エントリＥの「次のエントリ
・インデツクス」フイールド中にコピーする。ステツプ
Ｈ６が終了した後、エントリＦは、ハツシユ・チエーン
の計算されたハツシユ値である。

ステツプＩにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニツト１０ｂは、その主メモ
リ中にセグメントＳのページＰを位置付ける。

ステツプＪにおいて、処理ユニツト１０ｂは、セグメン
トＳのページＰを含むメツセージ３を処理ユニツト１０
ａに送る。また、メツセージ３は、セグメントＳのペー
ジＰが関連する「読取りのみ」調和状態を持つているこ
とを表示する。

ステツプＫにおいて、処理ユニツト１０ｂからのメツセ
ージ３を受取ると、処理ユニツト１０ａは、その主メモ
リにセグメントＳのページＰをストアし、ページがセグ
メントＳＡのページＰであることを表示するために、セ
グメントＳのページＰの仮想アドレスを変更し、そして
ページの有効保護キーを「読取りのみ」にセツトする。

第１６図は使用側処理ユニツトが、主メモリからページ
を追い出す（cast-out）ための要求を送る時に、アクセ
ス・コーデイネータによつて遂行されるステツプを説明
するためのフロー・チヤートである。

第１６図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａ
は、置き換えるためのセグメントＳＡのページＰを選択
する。これは、例えば、セグメントＳＡのページＰが、
長時間の間、どのアプリケーシヨン・プログラムによつ
てもアクセスされなかつたことを、処理ユニツト１０ａ
で実行しているオペレーテイング・システムの仮想メモ
リ管理（ＶＭＭ）要素が決定した場合のように、通常の
動作において生じることである。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａは、ページＰ
がセグメントＳＡ中に含まれていること、そして、セグ
メントＳＡは、離隔セグメントＳに結合したローカル・
セグメントであることと、そのアクセスが処理ユニツト
１０ｃによつて調整されることとを決定する。

ステツプＣにおいて、処理ユニツト１０ａは、それ自身
の主メモリからセグメントＳのページＰを追い出す許可
を要求するメツセージ１を、処理ユニツト１０ｃに送
る。

ステツプＤにおいて、処理ユニツト１０ａからのメツセ
ージ１を受取ると、処理ユニツト１０ｃはセグメントＳ
のページＰに対応するすべてのエントリについてＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、（１）ＶＳＭテー
ブル中に、セグメントＳのページＰに対応する２つのエ
ントリが存在し、（２）前者のエントリは、処理ユニツ
ト１０ａのメモリ中に、「読取りのみ」の調和状態にあ
るセグメントＳのページＰのコピーを持つており、
（３）後者エントリは、処理ユニツト１０ｂのメモリ中
に、「読取りのみ」の調和状態にあるセグメントＳのペ
ージＰのコピーを持つているものとする。

ステツプＥにおいて、（１）クラスタ構成内の処理ユニ
ツトの主メモリ中に、現在、キヤツシユされたページの
コピーがあり、かつ（２）これらのページの両方のコピ
ーは、「読取りのみ」の調和状態にあるので、処理ユニ
ツト１０ｃは、２次ストレージからセグメントＳのペー
ジＰを再度読取るという性能の著しい劣化をもたらすこ
となく、処理ユニツト１０ａは、処理ユニツト１０ｃの
主メモリからセグメントＳのページＰを追い出すことが
出来る許可の決定をする。

ステツプＦにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ａがそれ自身の主メモリからセグメントＳのペ
ージＰを追い出してよい旨の応答をするメツセージ２
を、処理ユニツト１０ａに送る。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニツト１０ａは自身の主メモ
リからセグメントＳのページＰを追い出す。

第１７図は、使用側処理ユニツトが自身の主メモリから
ページを追い出すための要求を送り、そして他のいずれ
の処理ユニツトの主メモリにもそのページのコピーが存
在しない場合、アクセス・コーデイネータによつて遂行
されるステツプを説明するためのフロー・チヤートであ
る。

第１７図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａで
実行しているオペレーテイング・システムのＶＭＭの１
つの要素が置き換えるための候補としてセグメントＳＡ
のページＰを選択する。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａは、処理ユニ
ツト１０ａが自身の主メモリからセグメントＳのページ
Ｐを追い出す許可を要求するメツセージ１を、処理ユニ
ツト１０ｃに送る。

ステツプＣにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニツト１０ｃはセグメントＳのページＰについてＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、ここで、ＶＳＭテ
ーブル中には、セグメントＳのページＰのエントリは見
出されないものとする。

ステツプＤにおいて、処理ユニツト１０ｃは、セグメン
トＳのページＰを記憶するために、その主メモリ中に十
分な空間を持ち、その目的のためのフレームを割当てる
ことを決定する。

ステツプＥにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ａが処理ユニツト１０ｃにページＰのコピーを
送ることを要求するメツセージ２を、処理ユニツト１０
ａに送る。

ステツプＦにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニツト１０ａは、セグメント
ＳのページＰを含むメツセージ３を処理ユニツト１０ｃ
に送る。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ３を受取ると、処理ユニツト１０ｃは、それ自身の
主メモリにセグメントＳのページＰを付加する ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ｃは、そのＶＳ
Ｍテーブルを更新して、ページＰに関連する「読取りの
み」の調和状態を持つセグメントＳのページＰが、処理
ユニツト１０ａの主メモリから、処理ユニツト１０ｃの
主メモリへ移動されたことを表示する。セグメントＳの
ページＰのエントリに対してＶＳＭテーブルを更新する
ために、処理ユニツト１０ｃは、以下のステツプを遂行
しなければならない。

（Ｈ１）若し、ＶＳＭテーブルにこのページ番号のエン
トリが既にあれば、セグメント識別子Ｓ及びページ番号
Ｐをハツシユし、セグメントＳのページＰに対応するハ
ツシユ・アンカー・テーブルのエントリに位置付ける。

（Ｈ２）ハツシユ・チエーンが空で有るか否かを決定す
る。計算されたハツシユ値に対してハツシユ・アンカー
・テーブルのエントリ中の「空」ビツトを検査すること
によつて、この決定の処理を行う。この場合、ハツシユ
・チエーンは、処理ユニツト１０ｂにおけるセグメント
ＳのページＰに対する少なくとも１つのエントリを含ん
でいるから、「空」ビツトはクリアにされる。

（Ｈ３）ハツシユ・チエーンが、処理ユニツト１０ａに
おけるセグメントＳのページＰのエントリを見出すま
で、処理ユニツト１０ａは計算されたハツシユ値のハツ
シユ・チエーンに従う。

（Ｈ４）ステツプ４が終了し、エントリＥが更新された
後、処理ユニツト１０ｃを識別する数値によつて、エン
トリＥのプロセツサ識別子のフイールドを更新する。

第１８図は与えられたページが共用されたメモリ処理ユ
ニツトによつてキヤツシユされなければならないことを
アクセス・コーデイネータが決定したとき、アクセス・
コーデイネータによつて遂行されるステツプを説明する
ためのフロー・チヤートである。

第１８図のステツプＡにおいて、処理ユニツト１０ａに
おいて実行しているオペレーテイング・システムのＶＭ
Ｍの１つの要素が置換用の候補として、セグメントＳの
ページＰを選択する。

ステツプＢにおいて、処理ユニツト１０ａは、処理ユニ
ツト１０ａが自身のの主メモリからセグメントＳのペー
ジＰを追い出す許可を要求するメツセージ１を、セグメ
ントＳのアクセス・コーデイネータ、即ち処理ユニツト
１０ｃに送る。

ステツプＣにおいて、メツセージ１を受取ると、処理ユ
ニツト１０ｃはセグメントＳのページＰに対してＶＳＭ
テーブルを検索する。説明の便宜上、ここで、そのＶＳ
Ｍテーブルには、セグメントＳのページＰのエントリは
ないものとする。

ステツプＤにおいて、処理ユニツト１０ｃは、セグメン
トＳのページＰをキヤツシユするための十分なメモリ空
間を、その主メモリ中に持つていないことを決定する。

ステツプＥにおいて、処理ユニツト１０ｃは、処理ユニ
ツト１０ｂがクラスタ構成の共通メモリ・ユニツトとし
て動作することを決定し、そして、処理ユニツト１０ｂ
がその主メモリ中のセグメントＳのページＰのコピーを
キヤツシユすることを要求するメツセージ２を、処理ユ
ニツト１０ｂに送る。

ステツプＦにおいて、処理ユニツト１０ｃは、そのＶＳ
Ｍテーブルにエントリを付加することによつて、処理ユ
ニツト１０ｂがページＰに関連する「読取りのみ」の調
和状態であること、セグメントＳのページＰをコピーを
保持していることを表示する。セグメントＳのページＰ
のエントリをＶＳＭテーブルに付加するために、処理ユ
ニツト１０ｃは下記のステツプを遂行しなければならな
い。

（Ｆ１）若しＶＳＭテーブル中に、このページのエント
リが既に存在しているならば、セグメント識別子Ｓ及び
ページ番号Ｐをハツシユし、そしてセグメントＳのペー
ジＰに対応するハツシユ・アンカー・テーブルのエント
リに位置付ける。

（Ｆ２）ハツシユ・チエーンが空であるか否かを決定す
る。計算されたハツシユ値に対してハツシユ・アンカー
・テーブルのエントリ中の「空」ビツトを検査すること
によつてこの処理を遂行する。この場合、ハツシユ・チ
エーンは、処理ユニツト１０ｂにあるセグメントＳのペ
ージＰに対するエントリである少なくとも１つのエント
リを含んでいるから、「空」ビツトはクリアにされる。

（Ｆ３）処理ユニツト１０ａにおけるセグメントＳのペ
ージＰのエントリを見出すまで、ハツシユ・チエーンは
処理ユニツト１０ａは計算されたハツシユ値に従う。

（Ｆ４）ステツプ４が終了し、エントリＥが更新された
後、処理ユニツト１０ｂを識別する数値によつて、エン
トリＥのプロセツサ識別子のフイールドを更新する。

ステツプＧにおいて、処理ユニツト１０ｃからのメツセ
ージ２を受取ると、処理ユニツト１０ｂは、その主メモ
リ中にページ・フレームを割当て、そして、処理ユニツ
ト１０ａにメツセージ３を送ることにより、処理ユニツ
ト１０ａは処理ユニツト１０ｂにセグメントＳのページ
Ｐを送ることを要求する。

ステツプＨにおいて、処理ユニツト１０ｃからメツセー
ジ３を受取ると、処理ユニツト１０ａは、セグメントＳ
のページＰと、そのページに関連する「読取りのみ」の
調和状態とを、処理ユニツト１０ｂ送る。

本発明の実施例が仮想メモリに使用される場合について
説明したきたが、本発明は仮想メモリを使用しない複数
個の処理ユニツトを含むクラスタ構成にも同じように適
用することが出来ることは自明であろう。現在、他の処
理ユニツトの主メモリ中にあるデータのコピーを得るた
めのＩ／Ｏアクセスに関する問題は、本発明の原理、即
ち、所定のデータを得るために、デイスク・ストレージ
のＩ／Ｏ動作を遂行する代りに、プロセツサによつて主
メモリに送られたデータを、その主メモリから、そのデ
ータを要求した処理ユニツトに転送するという原理によ
つて解決することが出来る。

Ｆ．発明の効果 以上説明したように、本発明はクラスタ構成に相互接続
された複数個のデータ処理システム中の共用された仮想
メモリにおいて、デイスクのＩ／Ｏ動作を減少する方法
を与えることによつて、データの処理性能を著しく改善
することが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を適用することの出来るクラスタ構成に
相互接続された複数個のプロセツサ・ユニツトの機能的
ブロツク図、第２図は第１図に示されているプロセツサ
・ユニツトに含まれている種々の機能を説明するための
ブロツク図、第３図は第２図及び第３図のユニツトに適
用された種々のソフトウエア機能を説明するために、第
１図に示された処理ユニツトの１つを示すブロツク図、
第４図は第２図及び第３図に示した処理ユニツトの仮想
メモリ管理機能によつて用いられた外部ページ・テーブ
ルＸＰＴを示す図、第５図は第２図及び第３図に示した
処理ユニツトの仮想メモリ管理機能によつて用いられる
反転ページ・テーブル構造を示す図、第６図は仮想メモ
リ・セグメントを識別するグローバル・セグメント識別
子及びローカル・セグメント識別子の構造を示す図、第
７図は本発明の方法を使用した仮想共用メモリ・テーブ
ルＶＳＭＴを示す図、第８図はハツシユ・アンカー・テ
ーブルを示す図、第９図は共用マツプ・フアイルのモデ
ルと、それに関連したセグメントを示す図、第１０図は
本発明の方法によつて遂行される実施例を説明するため
の１つの環境を示す基本的なクラスタ構成のブロツク
図、第１１図はクラスタ中において１つの処理ユニツト
にストアされる新しいフアイルを作成するためのステツ
プを説明するための図、第１２ａ図及び第１２ｂ図はク
ラスタ内の処理ユニツトで実行しているアプリケーシヨ
ン・プログラムによつて、現存するフアイルを、どのよ
うにしてオープンするかを説明するためのフローチヤー
ト、第１３図はクラスタ構成内で共用されている仮想メ
モリに、現存するフアイルを、どのようにしてロードす
るかを説明するためのフローチヤート、第１４図は構成
中のどの処理ユニツトの主メモリにもないページのコピ
ーを、使用側処理ユニツトがそのページの入力を要求し
たとき、アクセス・コーデイネータによつて遂行される
ステツプを説明するためのフローチヤート、第１５ａ図
及び第１５ｂ図はデータのページが１つの処理ユニツト
から他の処理ユニツトへ転送するとき、アクセス・コー
デイネータによつて、ＶＳＭＴがどのようにして更新さ
れるかを説明するためのフローチヤート、第１６図は使
用処理ユニツトが主メモリからページを写し取る要求を
送り、そして、他の処理ユニツトのメモリにそのページ
のコピーがある場合、アクセス・コーデイネータによつ
て遂行されるステツプを説明するためのフローチヤー
ト、第１７図は使用処理ユニツトがその主メモリからペ
ージを写し取る要求を送り、そして他の処理ユニツトの
メモリ中にそのページのコピーがない場合、アクセス・
コーデイネータによつて遂行されるステツプを説明する
ためのフローチヤート、第１８図は所定のページが共用
されたメモリ処理ユニツトによつてキヤツシユされねば
ならないことをアクセス・コーデイネータが決定したと
き、アクセス・コーデイネータによつて遂行されるステ
ツプを説明するためのフローチヤートである。 １０……プロセツサ・ユニツト、１１……スイツチ、１
２……通信リンク、１６……マイクロ・プロセツサ、１
７……メモリ、２０Ａ乃至２０Ｅ……ポート、２１乃至
２３……端末装置。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】第１の主記憶と、第１のオペレーティング
   ・システムと、第１の２次記憶をもつ第１のプロセッサ
   ・ユニットと、第２の主記憶と、第２のオペレーティン
   グ・システムと、第２の２次記憶をもつ第２のプロセッ
   サ・ユニットと、第３の主記憶と、第３のオペレーティ
   ング・システムと、第３の２次記憶をもつ第３のプロセ
   ッサ・ユニットと、上記第１、第２及び第３のプロセッ
   サ・ユニットのうちの１つのプロセッサ・ユニットから
   別のプロセッサ・ユニットに対する要求に応答して、該
   １つのプロセッサ・ユニットの主記憶に格納されている
   データを該別のプロセッサ・ユニットの主記憶に転送さ
   せるように、上記第１、第２及び第３のプロセッサ・ユ
   ニットのうちの任意の２つを選択的に相互接続するスイ
   ッチとを有するデータ処理システムにおいて、Ｉ／Ｏア
   クセス動作を減少させる方法であって、 (a)上記第１、第２及び第３のオペレーティング・シス
   テムによって、次のものを保持する段階と、 (a1)上記データ処理システムに格納されている各々のフ
   ァイルのリスト（ＦＤＴ）、 (a2)該各々のファイルについて、上記第１、第２及び第
   ３のプロセッサ・ユニットのうちのどれがアクセスを調
   整するかの表示子（ＰＩＤ）、 (b)上記第２のプロセッサ・ユニットからの上記第１の
   プロセッサ・ユニットに対する特定の情報の要求に応答
   して、上記表示子によって識別されたものである上記第
   １のプロセッサ・ユニットに格納されているファイルの
   うちの１つのファイルをオープンする段階と、 (c)上記第２のプロセッサ・ユニットによる上記要求に
   応答して、上記第１のプロセッサ・ユニットの上記第１
   の２次記憶から上記第１の主記憶に、上記１つのファイ
   ルからの上記特定の情報を転送し、その後、上記第１の
   主記憶から第２の主記憶に上記特定の情報を転送し、上
   記第１の主記憶から上記特定の情報を棄却する段階と、 (d)その後、上記第３のオペレーティング・システムか
   ら上記第１のオペレーティング・システムに対する要求
   によって促された、上記第１のオペレーティング・シス
   テムから上記第２のオペレーティング・システムへの要
   求に応答して、上記第２の主記憶から第３の主記憶に上
   記特定の情報を転送する段階を有する、 データ処理システムの制御方法。
2. 【請求項２】第１の主記憶と、第１のオペレーティング
   ・システムと、第１の２次記憶をもつ第１のプロセッサ
   ・ユニットと、第２の主記憶と、第２のオペレーティン
   グ・システムと、第２の２次記憶をもつ第２のプロセッ
   サ・ユニットと、第３の主記憶と、第３のオペレーティ
   ング・システムと、第３の２次記憶をもつ第３のプロセ
   ッサ・ユニットと、上記第１、第２及び第３のプロセッ
   サ・ユニットのうちの１つのプロセッサ・ユニットから
   別のプロセッサ・ユニットに対する要求に応答して、該
   １つのプロセッサ・ユニットの主記憶に格納されている
   データを該別のプロセッサ・ユニットの主記憶に転送さ
   せるように、上記第１、第２及び第３のプロセッサ・ユ
   ニットのうちの任意の２つを選択的に相互接続するスイ
   ッチとを有するデータ処理システムにおいて、Ｉ／Ｏア
   クセス動作を減少させる方法であって、 (a)上記第２のプロセッサ・ユニットに、上記第２のプ
   ロセッサ・ユニットによって調整されつつある識別され
   たデータのコピーが現在上記第１のプロセッサ・ユニッ
   トの第１の主記憶に保持されていること示す情報を保持
   する段階と、 (b)上記第３のプロセッサ・ユニットによる上記識別さ
   れたデータを求める上記第２のプロセッサ・ユニットに
   対する要求を、上記第２のプロセッサ・ユニットの上記
   第２の２次記憶へのＩ／Ｏ動作によってサービスするの
   ではなく、上記第１のプロセッサ・ユニットをして上記
   識別されたデータのコピーを上記第３のプロセッサ・ユ
   ニットの上記第３の主記憶へ転送させることによってサ
   ービスする段階を有する、 データ処理システムの制御方法。