JPH0697436B2

JPH0697436B2 - プログラム追跡方法

Info

Publication number: JPH0697436B2
Application number: JP59095790A
Authority: JP
Inventors: ピ−タ−・ハ−マン・ガム; ア−サ−・ルイス・レヴイン; ロナルド・モ−トン・スミス; ジヨン・ヘイドン・ウイルソン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1983-06-29
Filing date: 1984-05-15
Publication date: 1994-11-30
Anticipated expiration: 2009-11-30
Also published as: JPS6010354A; US4598364A; DE3483120D1; EP0130467A3; EP0130467B1; EP0130467A2

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は、多重プロセツサ（MP）のCPUにおいて、プロ
グラム追跡を並行して実施しているCPU間の追跡相互作
用を伴なわずに動作しうるプログラム追跡・監視方法に
係る。

〔従来技術〕

ソフトウエアおよびマイクロコードのエラーすなわちバ
クを、プログラムによる追跡によつて発見するための、
ソフトウエアおよびマイクロコード追跡ルーチンは従来
から知られている。また、ソフトウエア監視ルーチンお
よび命令（例えば、システム/370のモニタ呼出し命令）
は、システムにおけるプログラム実行中にセンスされた
ハードウエアおよびソフトウエア状態を記憶しその結果
を分析し、システム性能を測定するとともに、システム
の資源構成をチユーニング（tuning）することができ
る。

追跡はプログラムで、ある位置に達したときに存在する
一定の種類の状態のスナツプシヨツト・レコードを記憶
領域に供給することにより、システムの問題が何である
かを決定するのに寄与する。

ソフトウエアの監視をサポートする命令は、追跡をサポ
ートする命令にいくらか似ているが、両者は機能的には
異なる。すなわち、追跡はソフトウエアを診断し、監視
はシステム性能を測定する。一般的に、ソフトウエア・
モニタは被測定システムの動作を歪ませるという問題を
かかえている。これは、ソフトウエア・モニタ・ルーチ
ンまたは命令は被測定プログラムに割込み、システムの
ハードウエア資源の使用について両者が競合することに
よるものである。前記の歪みは追跡の診断機能にとつて
は重要ではない。監視は特殊なハードウエアによつて最
も正確に行われるが、システムに組込むことができる。

多種類の追跡プログラムが現に使用可能であるが、追跡
プログラムそのものは、種々の領域のコンピユータ・プ
ログラムの検査を包含する。ある１つの追跡プログラム
は別の追跡プログラムと著しく異なつたり、それぞれが
違つた目的に使用可能であつたりすることがある。追跡
プログラムによつては、特定の種類の状況、事象または
情報しか観察することができない。従来の多くの追跡プ
ログラムはユーザ指向でもなく、柔軟性もないので、特
定のコンピユータまたは特定のプログラム実行と調整す
ることはできない。

従来の追跡プログラムは、プログラムによつて、追跡機
能が分岐点や割込み点にだけ限られたり、所定の命令シ
ーケンス、または他のあらかじめ指定された事象に限ら
れていた。従来の追跡プログラムのあるものは、比較的
低速で動作する。例えば、このような従来のプログラム
は、前追跡データを記憶するのに、平均して、追跡され
ない場合の実行時間の100倍も長くかかるのが普通であ
る。従来の大抵の追跡プログラムは、一定の出力領域を
オーバーレイし、出力装置へのバツフアとして使用した
り、または分析のため追跡結果を主記憶に記憶しておく
ことができる。

計算システム上ですべての他のプログラムを完全に制御
する追跡プログラムが米国特許第3707724号に開発され
ている。

システム/370の２重アドレス空間（DAS）追跡は、IBMシ
ステム/370 Principle of Operations、Form No.GA22-
7000-8の4-11〜4-15頁に、システムの全CPUによつて使
用される主記憶にある１つの追跡表に書込まれた固定長
項目を用いる追跡アーキテクチヤとして説明されてい
る。

また、特別な目的の追跡命令が、システム/370のMVS/37
0プログラムの補助として使用されている。この追跡命
令の各々がシステム追跡表に32バイトの固定長追跡項目
を生成する。前記追跡命令には下記の種類がある。

SVC割込追跡命令プログラム割込追跡命令初期SRBタスク指名追跡命令 I/O割込追跡命令タスク指定追跡命令 SVCリターン追跡命令 SVC割込追跡命令固定長フオーマツトが固定長フオーマツトの範囲以上の
追跡データを収得する必要がある場合にはその追跡性能
が制限される。その場合、追加データを収集する追跡プ
ログラムによつて追跡を補う必要がある。

第７図に示すような従来のシステム/370追跡方法では、
MPにあるすべてのCPU、CPU（１）〜CPU（Ｎ）は同じシ
ステム追跡表を使用する。これらのCPUはすべて、主記
憶における絶対アドレス84のアンカーワードによつてシ
ステム追跡表をアクセスする。アンカーワードのフラグ
・ビツトＡはシステム追跡が可能か否かを指示する。Ａ
＝０は追跡オフ、Ａ＝１は追跡オンを表わす。若し追跡
が可能ならば、アンカーワードの追跡表見出しアドレス
は主記憶にある追跡表見出しをアクセスするのに用いら
れる。この見出しには、現に使用される追跡アドレスが
含まれるほか、アドレス・フイールドを開始、終了する
際のシステム追跡表の境界も含まれる。追跡表が現在の
ページ・フレームを越える場合には、その前に別のペー
ジ・フレームを割当てなければならないので、更新され
た現在の追跡項目アドレスと、終了アドレスおよび現に
使用中の4KBフレームの終了とを比較するために、作成
された追跡項目ごとにかなりのオーバーヘツドが生じ
る。

更に詳細に説明すれば、すべてのCPU（１）〜CPU（Ｎ）
の追跡は、Ａ＝１にセツトすることにより可能になる。
そして、すべてのCPU（１）〜CPU（Ｎ）によつて実行さ
れる追跡可能な命令は、下記のステツプのように、固定
長追跡項目を単一のシステム追加表に書込む。

（１）追跡可能な命令を実行中のCPU（１）〜CPU（Ｎ）
の１つまたはそれ以上は、絶対アドレス84をアクセス
し、追跡表見出しアドレスを読取る。これは、読取要求
しか行われないから、同時に要求しているCPUの間の競
合は生じない。

（２）追跡表をアクセスすることを許可されたCPUの各
々は、現在の項目アドレスを次の項目の値に変更し、次
に許可されたCPUが追跡項目を作成するようにしなけれ
ばならない。追跡表の完全性を維持するために、１回に
１つのCPUだけが現在の項目アドレスを読取り、現在の
項目アドレス値を変更することができる。このように、
現在の項目アドレスでインタロツクされた更新を実行す
る際に、競合中のCPUの１つしか、この１ワード・アド
レスをアクセスすることができない。この動作は、通常
は、並行して要求するすべてのCPUを直列化する比較お
よびスワツプ（CS）命令によつて行なわれる。アクセス
できなかつた各々の要求CPUは、そのCS命令が首尾よく
実行されるまでCS待ちループ内に留まり、CS命令が実行
されてから、現在の入力項目を読取つて変更する。ま
た、良好なCS読取要求が生じた場合、極めて重大な、CP
U間のもう１つの種類の干渉が存在することがある。す
なわち、要求された現在の項目アドレスが、そのアドレ
ス値を最後に変更した他のCPUに内臓されたキヤツシユ
にしか存在しないことがある。読取要求の実行が可能に
なるのは、そのアドレスを含む行が前記他のCPUのキヤ
ツシユから読出され、要求CPUのキヤツシユに取込まれ
てからである。この動作は主記憶を介して、または、MP
で使用可能な場合はキヤツシユ対キヤツシユで行なうこ
とができる。

（３）現在の命令アドレスは、CS命令が首尾よく実行さ
れたCPUに読取られると、該CPUにしか存在しないものに
なる。これは、現在の項目アドレスを読取る次の各々の
CPUは、（CS命令が前に首尾よく実行されたCPUによつて
増加された）異なつたアドレスを得るからである。それ
故、その追跡データを記憶する追跡表自体をアクセスす
る際、追跡CPU間にはインタロツク競合は存在しない。
しかしながら、CPU間には重大なCPUキヤツシユ相互の競
合が存在する。これは、それらのキヤツシユ行の大きさ
が、１ワードの現在の項目アドレス・フイールドよりも
ずつと長いからである。

従つて、前記ステツプ（２）および（３）はどちらも、
他のCPUとのキヤツシユ干渉を生じる高い確率を有す
る。そのため、MPの性能が大幅に低下することがある。

ステツプ（３）では、各CPUはその追跡項目をそれぞれ
の32バイト記憶位置に記憶しているけれども、若し、キ
ヤツシユ行の大きさが32バイト以上で、要求された32バ
イト項目の全部または一部分が他のCPUキヤツシユの行
（例えば、128バイト）の一部分であるならば、CPU相互
干渉が生じる。例えば、IBM3081のCPUでは、キヤツシユ
行の大きさは、４追跡表項目にわたる128バイトであ
る。

また、システム/370の固定長追跡項目の場合、下記の２
つの基本的な構成上の問題がある。

（１）項目によつては要求された使用可能な情報のすべ
てを含むことができない。

（２）未使用の空間を無駄にする項目がある。

本発明によつて提供された可変長項目により、各追跡項
目は、要求された使用可能な情報を無駄なく含むことが
できる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

本発明の目的は、下記によりMPのどれか１またはそれ以
上のCPUにおけるプログラム追跡をサポートすることで
ある。

（１）追跡を行なつているCPU間の干渉をなくしMPの性
能を大間に改善する。

（２）追跡中の命令ストリームへの追跡割込みを（ペー
ジ境界線を横切らない限り）なくし、追跡を行なつてい
るCPUの性能を大幅に改善する。

（３）CPUにある任意の数の汎用レジスタの内容を捕獲
しうることにより、汎用追跡命令が一般的な明示型の追
跡をサポートする。

（４）各CPUは、選択された分岐およびアドレス空間命
令による黙示的な追跡ならびに追跡命令による明示型の
追跡を通じて制御する。

（５）追跡表の可変長項目により、追跡項目の内容の質
を改善するとともに、記憶空間を効率的に使用する。

（６）プログラムまたはオペランド・データを変更せず
に、（別々のプログラムに存在することがある）所定の
クラスの明示型追跡命令の使用可能・使用禁止について
コンソールによる制御を行なう。

（７）オペランド・データは変更するが、プログラム変
更を必要とせずに、プログラム中の明示型の各追跡命令
の使用禁止について個々に制御する。

（８）CPU追跡表の項目を作成するのに必要なページ終
了境界線を検査のオーバヘツドをかなり減少させる。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、MPにおける各CPUの個々の追跡表をサポート
し、追跡表項目を作成する際のCPU相互干渉を取除く。
また本発明は、例示型の各追跡表項目にタイム・スタン
プを供給し、後にMPシステムの全追跡表を、必要の都
度、単一の追跡表に併合することができる。

CPU相互干渉は、CPUの各々に、専用の追跡表と、その追
跡表に対する専用のインタフエースを設けることにより
避けられる。すなわち、CPUは他のCPUの追跡表のインタ
フエースを使用したり、追跡表項目を作成することはで
きない。本発明は、従来のシステム/370の追跡と比較し
て、下記のように２種類のCPU相互干渉を回避する。

（１）共通の追跡表見出しを設けないことによつて、CP
U間の直列化干渉が生じない。

（２）各CPUが別々のインタフエース、別々の追跡表を
アクセスするので、キヤツシユ間の干渉が生じない。例
えば、従来のシステム/370の追跡表では、CPUが要求し
た見出しフイールドまたは追跡項目が別のCPUのキヤツ
シユのキヤツシユ行の一部である場合があり、そのた
め、該キヤツシユ行が先ず要求CPUに取出されて始め
て、次の項目アドレスまたは新しい追跡表項目を書込む
ことができる。

下記の２種類の追跡によつて、CPU追跡表に項目を作成
することができる。

（１）（ａ）分岐命令のセツトおよび（ｂ）ASN（アド
レス空間番号）命令のセツトの黙示型追跡（２）新規な汎用追跡命令による明示型追跡これらの命令セツトは使用可能な全分岐命令よりも少な
くてもよく、または使用可能なASN命令よりも少なくて
もよい。

追跡表を検査する際に各追跡項目の長さおよび種類を識
別するため、各追跡項目の第１のフイールドに項目識別
子（ID）が入れられる。

各CPUで、分岐追跡、ASN追跡および明示型追跡を別々に
使用することができる。

分岐追跡が使用可能であつて追跡可能な分岐命令が実行
されると、若し、該命令によつて分岐が行なわれるなら
ば、CPUの追跡表の項目が作成される。また、追跡項目
に入れられたIDロードは、分岐が行なわれた後に、どの
アドレス指定モードが生じるかを指示する。

ASN追跡が使用可能であつて、追跡可能なASN命令が実行
されると、CPUの項目表の項目が作成される。

明示型追跡が使用可能であつて、追跡命令が実行される
と、CPUの追跡表の項目が作成される。追跡命令項目に
含まれるのは、システム時刻（TOD）クロツクから取出
されたタイム・スタンプ、実行中の追跡命令によつて取
出された記憶オペランド、指定された汎用レジスタの内
容、および指令された汎用レジスタ数−１に等しい数値
フイールド（Ｎ）である。

追跡命令項目のタイム・スタンプは、この追跡命令の使
用方法にとつて重要であるが、追跡可能命令の追跡項目
のタイム・スタンプはあまり重要ではない。追跡項目に
タイム・スタンプを含むことと、タイム・スタンプの不
使用による追跡表の記憶空間の節約とのトレードオフで
は、タイム・スタンプを含まない方が望ましい。

MPシステムにおける黙示的追跡および明示型追跡の制御
はいずれも、本発明ではCPU単位で各CPUの制御レジスタ
（CR）の１つを用いて行なう。追跡制御レジスタはフラ
グ・フイールドを含み、そのCPUの追跡表で、それぞれ
のタイプの追跡の使用に関する制御を行なう。CRも追跡
項目アドレス・フイールドを含む。このフイールドは、
次に実行された使用可能な追跡可能命令または追跡中の
命令によつて追跡表に作成される次の項目のアドレスを
記憶する。これらのCR制御フイールドは下記により構成
される。

（１）分岐命令のセツトの黙示型追跡を使用可能にする
か使用禁止にするかを制御する分岐追跡制御ビツト
（Ｂ）若し、この制御ビツトが０ならば、分岐追跡は使用禁止
になり、若し１ならば、分岐追跡は使用可能になる。

（２）ASN命令のセツトの黙示型追跡を使用可能にする
か使用禁止にするかを制御するASN追跡制御ビツト
（Ａ）若し、この制御ビツトが０ならば、ASN追跡は使用禁止
になり、若し１ならば、ASN追跡は使用可能になる。

（３）追跡命令による追跡を使用可能にするか使用禁止
にするかを制御する明示型追跡制御ビツト（Ｅ）若し、この制御ビツトが０ならば、明示型追跡は使用禁
止になり、追跡命令はノーオペレーシヨン（NOP）とし
て実行される。若し、このビツトが１ならば、追跡命令
の実行によつて追跡表の項目が作成されるが、追跡命令
が使用禁止であることを特定の追跡命令の記憶オペラン
ドにある使用禁止フラグ・ビツト（Ｔ）が指示した場
合、項目は作成されない。

どの制御レジスタ内のフラグ・フイールドも任意の組合
せにより使用可能になつたり、またはすべてのフラグ・
フイールドが使用可能または使用禁止になることがあ
る。また、MPにおけるそれぞれのCPUの追跡制御レジス
タは、互いに独立にフラグ・フイールドをセツトし、そ
れによつて、任意の組合せにより、あるCPUでは追跡が
使用禁止になり、他のCPUでは使用禁止になることがあ
る。

CPUによる実行のため追跡可能命令が復号され、対応す
る黙示型追跡命機能が使用可能になると、そのCPUの追
跡表の、適切なフオーマツトを有する追跡項目が作成さ
れる。次の各追跡項目の実アドレスは、CPUが追跡して
いるCRアドレス・フイールドから直接得られる。実アド
レスが取出された後、作成中の可変項目の大きさに応じ
て制御レジスタにあるアドレスが増加され、その追跡表
における次の項目へのアドレスを供給する。

主記憶におけるページ境界線を追跡項目が横切るごとに
（例えば、CRにおける次のアドレスが現在のページ・フ
レームの外側にあつた場合）、ページ境界線のビツト位
置（例えば、4KBページのビツト19）に送られた桁上げ
によつて検出され、追跡表例外信号が生成され、命令実
行が取消される。次のページ・フレームが得られた後、
そのアドレスは追跡制御中のCRに入れられ、命令が再実
行され、新しいページ・フレームの最初に追跡項目が生
成される。

可変長項目の使用によつて、すべての項目は、（１）要求された全追跡情報を含み、（２）記憶空間の無駄をなくすことができる。

項目の長さは、各追跡表項目の最初にある識別子コード
・フイールドによつて伝えられ、場合によつては、その
タイプの項目の可変フイールドの長さのバイト・カウン
トで分る。

復号された各追跡命令は記憶装置のオペランドを取出
す。記憶オペランドに使用禁止ビツト（Ｔ）を設けるこ
とにより、追跡命令がプログラムにアセンブルされた
後、ユーザは、追跡命令がアセンブルされたプログラム
をアクセスする−これはプログラムの完全性にとつて危
険である−ことなく、追跡命令を選択的に使用禁止にす
ることができる。すなわち、ユーザは、主記憶中のオペ
ランド・データをアクセス、変更し、関連プログラム中
の追跡命令のオペランドにある使用禁止ビツト（Ｔ）を
選択的にオンまたはオフにセツトするだけでよい。オペ
ランドの使用禁止ビツトが使用禁止になると、たとえ明
示型追跡がCPUの追跡制御レジスタで使用可能であつて
も、追跡項目は対応する命令によつて作成されることは
ない。

複数の追跡命令が同じ記憶オペランドをアドレス指定す
ることができる。その場合、この複数の追跡命令は、１
つのオペランドの使用禁止フラグＴによりサブセツトと
して制御される。しかし、追跡命令ごとに独特のオペラ
ンド記憶位置を設けることにより、各追跡命令はフラグ
・ビツトＴによつて個々に制御することができる。

通常、追跡命令は、そのコンパイルまたはアセンブル動
作中、プログラム・モジユールを全体にわたつて埋込む
ことができる。他方、これらのオペランドは、データ・
モジユール内の表にアセンブルし、容易に発見し、動的
に変更することができる。

個々の明示型追跡命令の使用禁止の場合、ユーザは、現
に存在するプログラム・モジユールに影響を与えずに、
Ｔビツトを変更することにより、追跡活動を動的に制御
し、変更される基準に適応することができる。これは調
整を簡単なものにし、下記のように予期されないまたは
変化する要求に適応するものである。

（１）追跡機能のユーテイリテイに貢献する。

（２）下記の場合に柔軟性を与える。

（ａ）正確にどれだけの追跡を行なうべきかを動的に設
定する。

（ｂ）プログラミング・システムの構成要素に追跡を割
当てる。

また、本発明によつて、コンソール操作員は複数の追跡
命令クラスのどれが追跡項目を生成するかの選択を制御
することができる。これは、コンソール制御される追跡
命令の各記憶オペランドにクラス・フイールドがセツト
された後に行なうことができる。それぞれのプログラム
の記憶オペランド、またはプログラムのそれぞれの部分
で、それぞれのクラス（例えば、０〜15）をセツトする
ことにより、コンソール制御は、CPUにセツトされたTR
マスクの形式を制御するコンソールによつて実行し、選
択された追跡命令クラスを使用可能にすることができ
る。

〔実施例〕

第３図は、特殊なオペランド・コード（TROPコード）と
３つのオペランド・アドレスを含む追跡命令11の構成を
示す。オペランド・アドレスのうち、R1とR3は、システ
ム/370CPUの汎用レジスタのR1〜R3のラツプアラウンド
の範囲を定義する。B2とD2を含む第２のオペランド・ア
ドレスは、主記憶の32ビツト・ワードである第２オペラ
ンド（OPD2）の論理アドレス（仮想アドレスの場合もあ
る）を供給するように組合わされている。

第３図の追跡命令11のような、任意数の追跡（TR）命令
は、IBMシステム/370拡張アーキテクチヤ（XA）−IBM S
ystem/370 Extended Architecture Principles of Oper
ation、Form No.SA22-7085参照−に従つて書込まれた任
意のプログラムの命令ストリームの選択された追跡位置
に挿入されることができる。第６図々命令ストリーム全
体にわたつてTR命令が点在しているプログラムの例を示
す。

各CPUの追跡項目16の制御レジスタ（CR）の１つCR12は
追跡動作制御するのに使われる。CR12において、Ｂ、Ａ
およびＥと呼ばれる３つのフラグ・フイールドがあり、
その各々の長さは１ビツトである。また、CR12は“次の
TT（追跡表）項目アドレス”と呼ばれるアドレス・フイ
ールドを有する。フラグ・ビツトＢは（１の状態にセツ
トされると）、下記のシステム/37OXA命令セツトの黙示
型追跡を可能にする。

分岐・連結（BALRのみ）:R2フイールド≠０の場合。

分岐・保管（BASRのみ）:R2フイールド≠０の場合。

分岐・保管・セツト・モード:R2フイールド≠０の場
合。

Ｂ＝１によつて追跡が使用可能になると、これらの分岐
命令の１つが実行されるごとに、分岐した後に存在する
システム/370XAアドレス・モードに従つて、追跡項目
は、第４図に示されたタイプの31ビツト分岐項目または
24ビツト分岐項目として生成され、それぞれのCPUの主
記憶内の追跡表に挿入される。

同様に、フラグ・ビツトＡが１にセツトされると、下記
の、システム/370XAアドレス空間ASN命令セツトの黙示
型追跡が使用可能になる。

プログラム呼出しプログラム転送２次ASNセツトビツトＡが１にセツトされると、これらのASN命令のど
れか１つを実行することにより追跡表の項目が作成され
る。また、追跡表にそれぞれ生成された、これらのASN
命令の追跡項目のフオーマツトも、それぞれの命令の名
前と一緒に第４図に示されている。

フラグ・ビツトＢまたはＡまたは両者を１の状態にセツ
トすると、黙示型追跡が可能になる。これは、これらの
２つのセツトにある命令のどれかが実行されるごとに、
追跡表項目が実行プロセスの一部分として黙示的に生成
されるからである。黙示的である理由は、これらの命令
をプログラムに挿入するプログラムは、それらの命令を
後に追跡に使うことについて気づかなくてもよいからで
ある。

CR12のフラグ・ビツトＥは、第３図に示された追跡命令
11のようなタイプの追跡命令の各々による明示型追跡を
制御し、第４図の「追跡」の項目形式を有する追跡表の
項目を生成する。プログラマによるTR命令の使用は明示
型である。その理由は、プログラムは追跡に使用するこ
とが分つていてTR命令をプログラムに挿入するからであ
る。明示型追跡が使用可能（すなわち、フラグ・ビツト
Ｅが１にセツトされている）であり、かつ実行中のプロ
グラムで追跡命令11に出会つたとき、若し、追跡命令の
第２オペランドのフラグ・ビツトＴが０の状態にセツト
されているならば、どの追跡命令も使用禁止されてお
り、追跡項目は生成されない。しかしながら、若し、フ
ラグ・ビツトＴが１の状態にセツトされているならば、
該命令は使用可能であり、追跡項目は生成され、追跡表
に加えられる。

任意選択のクラス制御機能もCPUに設けられ、追跡命令
のクラスの使用可能および使用禁止を制御することがで
きる。例えば、１つのルーチンにある追跡命令のすべて
はクラス１と呼ばれ、もう１つのルーチンの追跡命令の
すべてはクラス２と呼ばれることができる。そして若
し、CPUでクラス機能が使用可能ならば、コンソール操
作員は、CPUの追跡（TR）マスク・レジスタ（第５図のT
Rマスク・レジスタ22）に追跡マスクをセツトし、例え
ば、クラス１を使用可能に、クラス２を使用禁止にする
ことができる。この動作により、クラス１追跡命令だけ
が追跡表に項目を加え、クラス２追跡命令はノーオペレ
ーシヨン（NOP）として実行され、追跡項目は供給され
ない。

追跡可能なプログラムの完全性は特別な追跡可能／禁止
制御を各追跡命令の記憶オペランドに加えることにより
高められる。これは、追跡命令11を含むプログラム・モ
ジユール以外の異なつたプログラム制御セクシヨンに第
２オペランド・データを置くことによつて行われる。そ
して、ユーザは後に、該プログラム・モジユールを妨害
することなく、フラグ・ビツトＴおよび／またはクラス
・フイールド（もしあれば）の一方または双方をセツト
することにより、任意の追跡命令の使用禁止を制御する
ことができる。若し、ユーザが追跡を制御するため該モ
ジユールをアセンブルし直すことができるならばプログ
ラムは破壊されるので、ユーザにプログラムをアクセス
させないようにすることにより、プログラムの完全性が
維持される。

また、プログラム自体をアクセスせずに特定の追跡を実
行しようとする際、ユーザがセツトすることもできる記
憶オペランドに註釈フイールドが設けられる。

第５図は各CPU内の本発明にとつて重要な回路を表わ
す。CPUの回路の大部分は、本発明の実施例の説明とは
関連しないので、それらの図示および説明は省略する。
従つて、第５図には、各CPUの、時刻（TOD）クロツク2
1、TRマスク・レジスタ22、命令実行（IE）装置23、複
数の制御レジスタ（CR）０〜15（CR12の出力のみ表
示）、複数の汎用レジスタ（GR）０〜15、TRデータ・レ
ジスタ26、記憶データ・バス（SDB）レジスタ31、記憶
アドレス・バス（SAB）レジスタ32等、ならびにこれら
を相互接続する回路が示されている。

TRマスク・レジスタ22は、任意選択でCPUに設けられ、
前に説明したクラス追跡制御をサポートするのにしか必
要としない。クラス追跡制御は他のCPUには存在しない
ことがある。若し存在しないならば、第３図に示された
OPD2（第２オペランド）のクラス・フイールドは使用で
きず、CPUは無視する。若し、TRマスク・レジスタ22がC
PUに存在するならば、システム・コンソール（図示せ
ず）−システムによつてはプロセツサ制御装置（PC）と
呼ばれる−からの追跡マスク・セツト・コマンドによつ
てセツトされる。PCについては前記米国特許出願第5091
28号（1983年６月29日）を参照されたい。CPUは、PCコ
マンド・デコーダ37およびANDゲート38に接続されてい
る両方向性バス36を介してPCからのコマンドを受取る。
PCコマンド・デコーダ37がTRマスク・セツト・コマンド
を受取り、複号すると、ANDゲート38が使用可能にな
り、16ビツトの（この時点で両方向性バス36を介して送
られている）TRマスクが通過してCPUのTRマスク・レジ
スタ22にロードされる。

それぞれのTRマスク・セツト・コマンドはシステムの各
CPUによつて識別されるので、PCはMPのそれぞれのCPUの
TRマスクを別々にセツトすることができる。

従つて、どのCPUへのTRマスク・セツト・コマンドも、P
Cからの両方向性バス36を介してTRマスクをTRマスク・
レジスタ22にロードする。

各CPUのIE装置23は、通常の方法でCPUの命令ストリーム
を解放し実行する。更に、IE装置23は、本明細書の説明
のように、新規の黙示型および明示型の追跡（TR）命令
を実行する。

本発明によるシステム性能の利点として、本発明による
黙示型および明示型の追跡を使用する場合、CPUは命令
ストリームに割込まない。（現在のページに追跡項目が
満たされると新しいページを割振つて追跡表を続けるた
めに割込みを必要とすることがときどきある。ページ割
振りの割込みは、IBM多重仮想記憶（MVS）制御プログラ
ムの場合のような、仮想アドレス方式ではよく知られて
いる。ページング割込みは追跡割込みではない点に注意
を要する。） CPUが第５図のIE装置23においてTR命令を実行すること
は、CPUキヤツシユ（図示せず）にある。または、CPUキ
ヤツシユにはない場合は、主記憶からの第２オペランド
をアクセスするために、バス41からORゲート42を介して
SABレジスタ32へ（変換後の、かつ接頭の）TR第２オペ
ランド絶対アドレスをIE装置23が供給することと関連す
る。（キヤツシユおよび記憶アクセス制御は、当業者に
は周知の従来のものでよい。）SDBO（記憶データ・バス
出力）43は、キヤツシユ（または主記憶）からのオペラ
ンド・データを受取り、それをIE装置23に転送する。IE
装置23は、そのローカル記憶44に第２オペランドを一時
記憶する。

第１図および第２図は、黙示型および明示型の追跡の実
行を制御するための、第５図のCPUで使用されるマイク
ロコード化された方法を表わす。この実行プロセスは、
IE動作の結果を一時的に保持するローカル記憶44を使用
する。マイクロコードによつて、ローカル記憶44の選択
された内容は、TRデータ・レジスタ26を介して主記憶に
転送され、追跡表項目が書込まれる。第１図および第２
図はMPシステムの各CPUに使用され、各CPUで別個に動作
する。

第１図において、CPUの動作が開始された後、ステツプ1
11において、次の命令の実行が開始され、次いで、ステ
ツプ112、113および114において、命令が黙示型または
明示型の追跡表項目を生成できるタイプの１つであるか
どうかが検査される。ステツプ112の検査では、分岐命
令セツトにある追跡可能な命令であるかどうかを決定す
る。ステツプ113の検査では、アドレス空間命令セツト
にある追跡可能命令であるかどうかを決定し、ステツプ
114の検査では、追跡命令であるかどうかを決定する。
若し、ステツプ112、113および114の検査結果がすべて
“ノー”ならば、ステツプ111に戻つて追跡可能な状態
の次の命令を実行する。（通常のすべての命令も実行さ
れているが、本発明とは無関係であるので、その説明は
省略する。）しかしながら、若し、ステツプ112、113または114のど
れかが、命令が追跡可能命令または追跡命令であること
を見つけるならば、そのステツプの検査結果は、“イエ
ス”となり、フラグ・ビツトＢ、ＡまたはＥのどれかが
検査され、該ビツトが１の状態または０の状態のどちら
にセツトされるかを決定する。若し、フラグ・ビツトが
０の状態にセツトされているならば、“ノー”の出口を
通つて、ステツプ111に戻り、追跡可能状態の次の命令
を実行する。

しかしながら、若し、検査されたフラグ・ビツトＢ、Ａ
またはＥが１の状態であれば、検査結果は、“イエス”
の出口を取る。若し、フラグ・ビツトＢまたはＡの検査
ステツプ116または117から“イエス”の出口を通るなら
ば、ステツプ104または105に進み、それぞれの実行中の
命令の、第４図の対応するフオーマツトに従つて、追跡
表項目の書込みを制御する。

ステツプ104および105は、第４図に示された長さを有す
る新しい項目が、現に使用しているページ・フレームの
末尾を越えるかどうかを決定し、若しそうなら、ステツ
プ104または105は、CR12における次の項目のアドレスと
なる新しいページ・フレームを割振る。

次に、ステツプ106または107は、（第４図に示すよう
に）書込まれる項目の左端のフイールドのそれぞれの項
目IDコードをそれぞれ生成する。書込まれる項目の長さ
は異なることがあるので、この項目IDコードによつて、
各々の書込まれた追跡表項目の長さおよびタイプを、後
に行なう表分析中に決定することができる。次いで、ス
テツプ108および109は追跡における次の項目位置に項目
を書込む。

しかしながら、若し、フラグ・ビツトＥを検査するステ
ツプ118の結果が“イエス”であれば、ステツプ119で、
第２オペランド（OPD2）は、アドレス指定されるととも
に取出され、第５図のSDBO43を介してIE装置23に受取ら
れる。そして、第２オペランドは一時的にローカル記憶
44に記憶される。次いで、IE装置23は、ステツプ121で
フラグ・ビツトＴの状態を検査し、Ｔが１の状態である
か、０の状態であるかを決定する。若し、Ｔが０の状態
であれば、追跡命令は、使用禁止となり、“ノー”の出
口を通つてステツプ111に戻り、次の追跡命令を実行す
る。しかしながら、若し、フラグ・ビツトＴが１の状態
ならば、“イエス”の出口から経路101を介してステツ
プ103に進み、追跡表（TT）項目を書込む。そして経路1
02を介してステツプ111に戻り、次の追跡命令を実行す
る。

第２図は第１図のステツプ103のサブステツプの詳細を
示す。第２図のステツプ131において、このPCUで現に実
行中の追跡命令によつて作成しようとしている追跡項目
の記憶位置を主記憶の絶対アドレスで示すビツト位置19
に対応する、CR12のアドレス・フイールドのビツト位置
がアクセスされる。CR12のこのビツト位置19は、ステツ
プ131において現在のビツト19として指定され、ローカ
ル記憶19に一時的にコピーすることができる。

次に、ステツプ132において、値Ｎが生成される。値Ｎ
は、実行中の追跡命令のR1およびR3フイールドによつて
定義されたシーケンスのレジスタ数から１を差引いた値
である。このシーケンスはR1で始まりR3で終る。R1およ
びR3は各々が０〜15の任意の値をとることができる。若
し、R3がR1よりも小さければ、シーケンスはラツプアラ
ウンドしてGR0に戻る。若し、R1とR3が等しければ、１
つの汎用レジスタが指定され、Ｎは０ではある。若し、
R3がR1に等しいか、またはR1よりも大きければ、ＮはR3
−R1に等しい。しかし、若しR3がR1よりも小さければ、
ラツプアラウンドが生じ、Ｎは16−R1＋R3に等しくな
る。Ｎは、該命令のR1〜R3の範囲によつて指定されたレ
ジスタ数よりも１だけ小さいので、該追命令によつて指
定された範囲のレジスタ数を決めるためには、Ｎに１を
加える必要がある。

次に、ステツプ133において、次に追跡項目のアドレス
が生成される。このアドレスは、追跡表に現に作成中の
項目に論理的に追随する。この次アドレスは、（CR12か
ら得た）現在のTTアドレス＋12＋４（Ｎ＋１）として生
成される。すなわち、明示型の追跡命令の追跡表項目の
長さは常に12バイトに可変GR内容フイールドを加えたも
のである。これは、ビツト位置を表わす第４図に示され
た追跡項目で分る。追跡項目は、（アドレスがバイト単
位であるので）ステツプ133計算で８ビツト・バイト
（ポリテイは無視）に変換されなければならない。

次に、ステツプ134において、次のビツト19が、（ステ
ツプ133で計算された）次の項目アドレスから、ローカ
ル記憶44で次のビツト19と呼ばれる記憶場所に書込まれ
る。

次に、ステツプ136において、IE装置23によつて現在の
ビツト19とローカル記憶44にある次のビツト19の比較が
行われる。この比較によつて、書込まれる現在の追跡項
目が、主記憶で使用中の現在のページ・フレームの末尾
の境界を越えるかどうかが決められる。若し、現在のビ
ツト19と次のビツト19とが等しければ（通常の場合）、
書込まれる現在の項目のための空間が現在のページにあ
ることを示し、次のステツプ137において、該項目が現
在のページに書込まれることになり、現在の項目が生成
される。この動作には項目IDコードの生成が含まれる。
項目IDコードは、IE装置23が、ローカル記憶44の項目ID
コード表への引数として現に実行中の命令から得られる
OPコードおよびアドレス指定モードを使用することによ
つて生成される。すなわち、追跡可能な命令の各々は、
分岐されたアドレス指定モードも必要とする追跡可能な
分岐命令を除き、そのOPコードに対応するIDコードを有
する。次に、該コード表のアクセスされた項目IDコード
は、ローカル記憶44において形成中のTT項目のIDコード
・フイールド（左端のフイールド）に書込まれる。

ステツプ137において、追跡命令のローカル記憶44に形
成中のこの項目はまた、第５図のTODクロツク21からTOD
の値を受取る。

また、ステツプ137において、Ｎの値がローカル記憶44
に形成中のTT項目のＮフイールドに挿入される。次にス
テツプ138において、主記憶がアクセスされる。そし
て、ステツプ139において、項目IDコード、Ｎフイール
ド、TODフイールド、および第２オペランドが、ローカ
ル記録44からTRデータ・レジスタ26およびSDBレジスタ3
1を介してCPUキヤツシユへ、次いで主記憶の追跡表へ転
送される。

更に、ステツプ139において、第４図の追跡命令のフオ
ーマツトに示すように、レジスタR1〜R3の内容を転送す
る。このように、TT項目は次の追跡項目として追跡表に
書込むことができる。

次に、ステツプ140において、（前のステツプ133で生成
され、ローカル記憶44に書込まれた）次の項目アドレス
が取出され、CR12における次のTT項目アドレス・フイー
ルドに転送される。

ステツプ136において、若し、現在のビツト19と次のビ
ツト19とが等しくなければ、生成されている追跡項目
は、現に使用しているページ・フレームの末尾境界線を
越えるから、ステツプ144に進む。すなわち追跡表は実
記憶域で割振られた空間から抜け出しており、より多く
の空間を割振つて始めて追跡表は別の項目によつて拡張
することができる。そのために、ステツプ144におい
て、ページ例示信号が生成される。

次に、ステツプ145において、追跡命令実行によつてロ
ーカル記録44に生成された領域を無効化するように、実
行中のTR命令の実行結果を廃棄する。

次に、ステツプ146において、プログラム割込みが行わ
れ、ステツプ147において、記憶割振りプログラムが開
発され、追跡表の新しいページ・フレームが割振られ、
新しいページ・アドレスがCR12の、次のTT項目アドレス
・フイールドにロードされる。その後、出口Ａを経由し
て第１図に戻る。第１図では、同じTR命令のマイクロコ
ードは、後にPSWをロードすることによりCPU制御が記憶
割振りプログラムからそのプログラムに返送された後、
最初から再開される。第１図および第２図のマイクロコ
ードの再実行は、ステツプ136で、割振られたページ・
フレームに項目が適合し、ステツプ137で、現にCR12に
ある新しいページ・アドレスにおいて追跡表への追跡項
目の書込みを生じる外は、前述の説明と同様に行われ
る。

本明細書で説明したマイクロコード（すなわちフオーム
ウエア）は、コンピユータ設計技術にかかわる当業者が
比較的容易に、ハードウエア単独で、またはマイクロコ
ードとハードウエアの組合せで実施することができ、マ
イクロコード形式はそれぞれの特定のハードウエア設計
支援に応じて変更される。

〔発明の効果〕

従来の追跡手法は、本発明と較べると、特定の状況の場
合、相対的に少なすぎたりまたは多すぎる追跡表項目を
備えている場合が多く、前記項目を必要性と平衡させる
のに調整しうる幅が少ない。

オペレーテイング・システムの性能の改善はしばしば、
スパーバイザ呼出し（SVC）命令を分岐・連結命令に変
更することによりモジユール間のインタフエース動作を
変更し、SVCが生じるハードウエア割込みを除去するこ
とによつて行なうことができる。このような変更がなさ
れると、（SVC割込みハンドラ・プログラムによつて生
成された）従来の分岐追跡情報はもはや得られなくな
る。このように、システムの分岐・連結インタフエース
が符号化されればされる程、追跡情報の収集は少なくな
る。本発明の分岐追跡機能は時折のページ境界横断の場
合を除き、プログラム割込みなしで追跡情報を取戻す能
力を提供する。追跡制御レジスタにおいて分岐追跡は別
々に使用可能になるので、システムのこの部分で問題が
生じたときだけ、追跡情報が収集される。

かくて本発明により下記の効果が得られる。

（１）追跡を行つているCPU間の干渉をなくしMPの性能
を大幅に改善する。

（２）追跡中の命令ストリームへの追跡割込みをなく
し、追跡を行なつているCPUの性能を大幅に改善でき
る。

（３）汎用追跡命令で一般的な明示型の追跡をサポート
できる。

（４）追跡項目の内容の質を改善し、記憶空間を効率的
に使用できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によつて使用できる方法の流れ図、第２図は第１図のステツプ103のサブステツプの流れ
図、第３図は本発明の追跡命令の構成を示す図、第４図は第３図の追跡命令による明示型追跡、ならびに、分岐およびASN命令による黙示型追跡におい
てCPUの追跡表に作成しうる種々の可変長項目を示す
図、第５図はCPUに設けられた、追跡可能命令および追跡命
令によつて追跡動作をサポートするハードウエアの論理
図、第６図は追跡命令を含む、アセンブルされた命令ストリ
ームを表わす図、第７図は複数のCPUが使用しうる従来のシステム/370の
追跡命令の構成を示す図である。 11……追跡命令、12……第２オペランド、16……追跡項
目、21……TODクロツク、22……TRマスク・レジスタ、2
3……IE装置、26……TRデータ・レジスタ、31……SDBレ
ジスタ、32……SABレジスタ、36……両方向性バス、37
……PCコマンド・デコーダ、38……ANDゲート、41……
バス、42……ORゲート、43……SDBO、44……ローカル記
憶。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ア−サ−・ルイス・レヴインアメリカ合衆国ニユ−ヨ−ク州プレザント・バレ−・ノ−ス・アベニユ−・ピ−・オ−・ボツクス573番地 (72)発明者ロナルド・モ−トン・スミスアメリカ合衆国ニユ−ヨ−ク州ワツピンジヤ−ズ・ホ−ルズ・シダ・ミル・ル−プ15 番地 (72)発明者ジヨン・ヘイドン・ウイルソンアメリカ合衆国テキサス州オ−スチン・インウツド・ロ−ド404番地 (56)参考文献特開昭51−60127（ＪＰ，Ａ) 特開昭54−93941（ＪＰ，Ａ) 特開昭56−71148（ＪＰ，Ａ) 特開昭50−74950（ＪＰ，Ａ)

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の中央処理装置と、前記複数の中央処
理装置が夫々命令実行回路、制御レジスタ、汎用レジス
タ、主メモリを有しているマルチプロセッサ環境におい
て前記中央処理装置ごとに所定のプログラムの追跡を行
う方法であって、前記プログラム中に挿入された明示型
追跡命令の実行によって、前記命令実行回路が前記明示型追跡命令のオペランド中
で指定された前記主メモリ中のオペランドアドレスに格
納された使用禁止フィールドが所定の値を示す場合に、
前記オペランド中の汎用レジスタを特定する情報を用い
て前記汎用レジスタを特定し、前記特定された汎用レジ
スタに格納された内容に係わる情報を含む可変長な追跡
項目を、前記主メモリ内の前記制御レジスタに記憶され
た所定のアドレス位置に作成するプログラム追跡方法。
【請求項２】前記制御レジスタは前記明示型追跡命令の
実行を禁止する情報を含むことを特徴とした請求項１の
プログラム追跡方法。
【請求項３】前記制御レジスタは前記明示型追跡命令以
外の所定の命令が実行された時に、前記所定の命令に固
有な追跡情報を含む固定長の項目を、前記制御レジスタ
に記憶された前記主メモリ内の所定のアドレス位置に作
成することを禁止する作用を有するビットを含むことを
特徴とした請求項２のプログラム追跡方法。