JP2003316646A - 画像形成装置及びメモリ管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】メモリアクセスの際に発生するオーバーヘッド
を軽減しつつメモリの使用効率を向上させることが可能
な画像形成装置及びメモリ管理方法を提供することを目
的とする。 【解決手段】画像形成処理を行うアプリケーションのプ
ロセスと、画像形成処理で利用されるハードウェア資源
の管理を行うコントロールサービスのプロセスとにメモ
リをマップする画像形成装置であって、メモリ上に、プ
ロセスによって直接マップ可能な直接マップ領域を少な
くとも獲得する領域獲得手段と、直接マップ領域の物理
アドレスと、仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領
域用の仮想アドレスとを対応付けたアドレス変換手段と
を有することにより上記課題を解決する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、画像形成装置及び
メモリ管理方法に係り、特に仮想アドレス機能を利用す
る画像形成装置及びメモリ管理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、プリンタ，コピー，ファクシミリ
およびスキャナなどの各装置の機能を１つの筐体内に収
納した画像形成装置（以下、融合機という）が知られる
ようになった。この融合機は、１つの筐体内に表示部，
印刷部および撮像部などを設けると共に、プリンタ，コ
ピー，ファクシミリおよびスキャナにそれぞれ対応する
４種類のソフトウェアを設け、そのソフトウェアを切り
替えることより、プリンタ，コピー，ファクシミリおよ
びスキャナとして動作させるものである。

【０００３】従来の融合機は、プリンタ，コピー，ファ
クシミリおよびスキャナにそれぞれ対応するソフトウェ
アを設けている。したがって、各ソフトウェアを実行す
ることで生成されるプロセスは、必要なメモリを別個に
獲得していた。

【０００４】ところで、融合機が備えているプリンタ，
コピー，ファクシミリおよびスキャナにそれぞれ対応す
るソフトウェアは、オペレーティングシステム（以下、
ＯＳという）上で動作する場合、ＯＳによりメモリ管理
がなされる。

【０００５】マルチプロセスを実現するＯＳは、例えば
仮想アドレス機能を用いてアドレス管理を行い、各プロ
セスごとに別の仮想アドレス空間を提供する。仮想アド
レス機能では、他のプロセスのアクセスからメモリを保
護するためにページングの手法を用いている。ページン
グとは、プロセスに提供した仮想アドレス空間と物理メ
モリのある物理アドレス空間とをプロセッサにより決め
られる所定サイズのページに区切り、仮想アドレス空間
内のページと物理アドレス空間内のページとの対応関係
を管理し、仮想アドレスを物理アドレスに変換する手法
をいう。

【０００６】また、ページングの手法では、ページテー
ブルを使用して仮想アドレス空間のページと物理アドレ
ス空間のページとの対応関係を管理している。ページテ
ーブルは、仮想アドレス空間を提供したプロセスごとに
必要となる。

【０００７】ページングの手法を用いる場合、全てのメ
モリアクセスに対して仮想アドレスを物理アドレスに変
換するアドレス変換が必要となるため、実行速度の点か
らハードウェアによるサポートが必須であった。このア
ドレス変換は、プロセッサのメモリ管理部（以下、ＭＭ
Ｕという）により行われ、その対応がプロセッサごとに
異なっている。

【０００８】例えば一のプロセッサのＭＭＵでは、制御
レジスタにページテーブルの物理アドレスをセットして
おくことで、メモリアクセスを行うときに自動的にメモ
リ上にあるページテーブルを検索して物理アドレスへの
変換を行う。この場合、プロセスを切り替えるときに別
のページテーブルの物理アドレスが制御レジスタにセッ
トされる。

【０００９】また、他のプロセッサのＭＭＵではページ
テーブルを自動的に検索することはなく、トランスレー
ション・ルックアサイド・バッファ（以下、ＴＬＢとい
う）と呼ばれるプロセッサ内の変換テーブルのみを検索
して物理アドレスへの変換を行う。この場合、メモリア
クセスを行いたい仮想アドレス用のエントリがＴＬＢに
なかったときにＴＬＢ例外エラーが発生し、このＴＬＢ
例外エラーのハンドラによりソフトウェア的にページテ
ーブルが検索される。そして、その検索結果に基づくエ
ントリがＴＬＢに追加される。

【００１０】特許文献１には、ページテーブルの共有に
関する技術が記載されている。特許文献２には、仮想メ
モリ上の１つのセグメントを共通領域と固有領域とに分
割する技術が記載されている。

【００１１】

【特許文献１】特開平７−１６０５８３号公報

【００１２】

【特許文献２】特公平６−５８６４９号公報

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】ページングの手法を用
いるアドレス管理では、ハードウェアによるサポートに
より実質的な実行速度を得ている。しかしながら、デマ
ンドページングと呼ばれる手法を用いるアドレス管理で
は、以下のような問題があった。

【００１４】まず、プロセスの生成時は物理メモリが割
り当てられないために、ページテーブルの内容が全て無
効状態となっている。そして、プロセスの実行時にメモ
リアクセスが行われてページテーブル例外エラーが発生
し、このページテーブル例外エラーのハンドラにより物
理メモリを獲得してページテーブルの内容が作成され
る。

【００１５】したがって、物理メモリに余裕がある場合
でもメモリアクセスの際に一定のオーバーヘッドが発生
してしまうという問題があった。このオーバーヘッド
は、画像形成処理のような大量のメモリを使用するプロ
セスの実行時に問題となる。

【００１６】また、仮想メモリに対応する物理メモリの
アドレスは、物理メモリの柔軟な管理を行うため、ペー
ジテーブルによりページ単位で設定される。したがっ
て、連続した仮想アドレスに書き込んだデータはページ
単位に分割されて不連続な物理アドレスに書き込まれて
しまう恐れがあり、ダイレクト・メモリ・アクセス（以
下、ＤＭＡという）を利用したデバイスとのデータ交換
が煩雑になることがあるという問題があった。

【００１７】なお、特許文献１および２に記載されてい
る内容は、メモリアクセスの際に発生するオーバーヘッ
ドを軽減するものではない。

【００１８】本発明は、上記の点に鑑みなされたもの
で、メモリアクセスの際に発生するオーバーヘッドを軽
減しつつメモリの使用効率を向上させることが可能な画
像形成装置及びメモリ管理方法を提供することを目的と
する。

【００１９】

【課題を解決するための手段】そこで、上記課題を解決
するため、請求項１にかかる発明は、画像形成処理を行
うアプリケーションのプロセスと、画像形成処理で利用
されるハードウェア資源の管理を行うコントロールサー
ビスのプロセスとにメモリをマップする画像形成装置で
あって、前記メモリ上に、前記プロセスによって直接マ
ップ可能な直接マップ領域を少なくとも獲得する領域獲
得手段と、前記直接マップ領域の物理アドレスと、仮想
メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレ
スとを対応付けたアドレス変換手段とを有することを特
徴とする。

【００２０】このような画像形成装置では、メモリ上に
直接マップ領域を少なくとも獲得し、その直接マップ領
域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接マ
ップ領域用の仮想アドレスとを対応付けておくことによ
り、アドレス変換手段による例外エラーの発生を減少さ
せることができ、直接マップ領域に対するメモリアクセ
スのオーバーヘッドを軽減することが可能である。

【００２１】また、請求項２にかかる発明は、前記仮想
メモリ領域が、所定サイズのページごとに管理されるこ
とを特徴とする。

【００２２】このような画像形成装置では、仮想メモリ
領域を所定サイズのページ単位で管理することができ、
メモリの管理をページ単位で行うオペレーティングシス
テムのアーキテクチャに適合させることが可能である。
したがって、メモリの使用効率を向上させることが可能
である。

【００２３】また、請求項３にかかる発明は、前記直接
マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含
まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けた
アドレス変換手段の内容を仮想記憶システムを介さずに
書き換えるアドレス書換手段を更に有することを特徴と
する。

【００２４】このような画像形成装置では、直接マップ
領域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接
マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けたアドレス変
換手段の内容を、仮想記憶システムを介さずに書き換え
ることにより、仮想記憶システムによるオーバーヘッド
を避けつつハードウェアの仮想アドレス変換機能を利用
することが可能である。

【００２５】また、請求項４にかかる発明は、前記アド
レス書換手段が、前記アプリケーションおよび前記コン
トロールサービスの各プロセスの起動時に前記アドレス
変換手段の内容を書き換えることを特徴とする。

【００２６】このような画像形成装置では、アプリケー
ションおよびコントロールサービスの各プロセスの起動
時にアドレス変換手段の内容を書き換えることにより、
各プロセスの実行時にアドレス変換手段による例外エラ
ーの発生を減少させることができ、直接マップ領域に対
するメモリアクセスのオーバーヘッドを軽減することが
可能である。

【００２７】また、請求項５にかかる発明は、前記領域
獲得手段が、画像形成装置の起動時に、前記直接マップ
領域を獲得することを特徴とする。

【００２８】このような画像形成装置では、画像形成装
置の起動時に、直接マップ領域を獲得することにより、
アプリケーションおよびコントロールサービスの各プロ
セスの起動時に直接マップ領域の物理アドレスと仮想メ
モリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレス
とを対応付けておくことができる。

【００２９】また、請求項６にかかる発明は、前記アド
レス変換手段が、前記アプリケーションおよび前記コン
トロールサービスの各プロセスごとに、前記直接マップ
領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれる
直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けたカーネ
ル内のアドレス変換テーブルであることを特徴とする。

【００３０】このような画像形成装置では、カーネル内
のアドレス変換テーブルを自動的に検索して物理アドレ
スへの変換を行うプロセッサについて、例外エラーの発
生を減少させることができ、直接マップ領域に対するメ
モリアクセスのオーバーヘッドを軽減することが可能で
ある。

【００３１】また、請求項７にかかる発明は、前記アド
レス変換手段が、前記アプリケーションおよび前記コン
トロールサービスの各プロセスごとに、前記直接マップ
領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれる
直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けたプロセ
ッサ内のアドレス変換テーブルであることを特徴とす
る。

【００３２】このような画像形成装置では、プロセッサ
内のアドレス変換テーブルを自動的に検索して物理アド
レスへの変換を行うプロセッサについて、例外エラーの
発生を減少させることができ、直接マップ領域に対する
メモリアクセスのオーバーヘッドを軽減することが可能
である。

【００３３】また、請求項８にかかる発明は、前記アド
レス変換手段が、前記プロセッサ内のアドレス変換テー
ブルのうち上書きの対象とならない部分に、前記直接マ
ップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含ま
れる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けてお
くことを特徴とする。

【００３４】このような画像形成装置では、プロセッサ
内のアドレス変換テーブルに格納した直接マップ領域の
物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ
領域用の仮想アドレスとの対応付けが上書きにより消去
されてしまうことを避けることができる。

【００３５】また、請求項９にかかる発明は、前記アド
レス変換手段が、前記仮想メモリ領域上に含まれる直接
マップ領域用の仮想アドレスが連続しているとき、その
仮想アドレスに対応する前記直接マップ領域の物理アド
レスが連続するように、前記直接マップ領域の物理アド
レスと前記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域
用の仮想アドレスとを対応付けることを特徴とする。

【００３６】このような画像形成装置では、仮想メモリ
領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスで連
続している領域を、直接マップ領域の連続した物理アド
レスに割り当てることができる。したがって、ダイレク
ト・メモリ・アクセスを利用したデバイスとのデータ交
換が煩雑になることを避けることができ、一度のダイレ
クト・メモリ・アクセスにより大量のデータを転送する
ことが可能となる。

【００３７】また、請求項１０にかかる発明は、前記ア
ドレス変換手段が、前記直接マップ領域を複数のプロセ
スで共有するように、前記直接マップ領域の物理アドレ
スと前記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用
の仮想アドレスとを対応付けることを特徴とする。

【００３８】このような画像形成装置では、複数のプロ
セスが直接マップ領域を共有するように、直接マップ領
域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接マ
ップ領域用の仮想アドレスとを対応付けておくことによ
り、複数のプロセスでメモリを共有できる。

【００３９】また、請求項１１にかかる発明は、前記仮
想メモリ領域が、前記仮想記憶システムにより管理され
るユーザプログラム領域およびスタック領域と、前記仮
想記憶システムにより管理されない直接マップ領域とを
有し、前記直接マップ領域が前記仮想メモリ領域のうち
前記ユーザプログラム領域またはスタック領域として使
用されない未使用領域に獲得されることを特徴とする。

【００４０】このような画像形成装置では、仮想メモリ
領域のうち仮想記憶システムにより管理されない未使用
領域に直接マップ領域を獲得することにより、仮想記憶
システムを介さずにハードウェアの仮想アドレス変換機
能を直接利用して仮想アドレスから物理アドレスへの変
換を行うことができる。

【００４１】また、請求項１２にかかる発明は、画像形
成処理を行うアプリケーションのプロセスと、画像形成
処理で利用されるハードウェア資源の管理を行うコント
ロールサービスのプロセスとにメモリをマップする画像
形成装置のメモリ管理方法であって、前記メモリ上に、
前記プロセスによって直接マップ可能な直接マップ領域
を少なくとも獲得する領域獲得段階と、前記直接マップ
領域の物理アドレスと、仮想メモリ領域上に含まれる直
接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けるアドレス
変換段階とを有することを特徴とする。

【００４２】このようなメモリ管理方法では、メモリ上
に直接マップ領域を少なくとも獲得し、その直接マップ
領域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接
マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けておくことに
より、仮想アドレスから物理アドレスに変換するときに
発生する例外エラーを減少させることができ、直接マッ
プ領域に対するメモリアクセスのオーバーヘッドを軽減
することが可能である。

【００４３】また、請求項１３にかかる発明は、前記仮
想メモリ領域が、所定サイズのページごとに管理される
ことを特徴とする。

【００４４】このようなメモリ管理方法では、仮想メモ
リ領域を所定サイズのページ単位で管理することがで
き、メモリの管理をページ単位で行うオペレーティング
システムのアーキテクチャに適合させることが可能であ
る。したがって、メモリの使用効率を向上させることが
可能である。

【００４５】また、請求項１４にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、直接マップ領域の物理アドレスと前
記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想
アドレスとを対応付けた内容を、仮想記憶システムを介
さずに書き換えることを特徴とする。

【００４６】このようなメモリ管理方法では、直接マッ
プ領域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直
接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けた内容を仮
想記憶システムを介さずに書き換えることにより、仮想
記憶システムによるオーバーヘッドを避けつつハードウ
ェアの仮想アドレス変換機能を利用することが可能であ
る。

【００４７】また、請求項１５にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記アプリケーションおよび前記コ
ントロールサービスの各プロセスの起動時に、直接マッ
プ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれ
る直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けた内容
を書き換えることを特徴とする。

【００４８】このようなメモリ管理方法では、アプリケ
ーションおよびコントロールサービスの各プロセスの起
動時に、直接マップ領域の物理アドレスと仮想メモリ領
域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対
応付けた内容を書き換えることにより、仮想アドレスか
ら物理アドレスに変換するときに発生する例外エラーが
各プロセスの実行時に発生しないようする。したがっ
て、直接マップ領域に対するメモリアクセスのオーバー
ヘッドを軽減することが可能である。

【００４９】また、請求項１６にかかる発明は、前記領
域獲得段階が、画像形成装置の起動時に、前記直接マッ
プ領域を獲得することを特徴とする。

【００５０】このようなメモリ管理方法では、画像形成
装置の起動時に、直接マップ領域を獲得することによ
り、アプリケーションおよびコントロールサービスの各
プロセスの起動時に直接マップ領域の物理アドレスと仮
想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アド
レスとを対応付けておくことができる。

【００５１】また、請求項１７にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記アプリケーションおよび前記コ
ントロールサービスの各プロセスごとに、前記直接マッ
プ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれ
る直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けたカー
ネル内のアドレス変換テーブルを書き換えることを特徴
とする。

【００５２】このようなメモリ管理方法では、カーネル
内のアドレス変換テーブルを自動的に検索して物理アド
レスへの変換を行うプロセッサについて、例外エラーの
発生を減少させることができ、直接マップ領域に対する
メモリアクセスのオーバーヘッドを軽減することが可能
である。

【００５３】また、請求項１８にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記アプリケーションおよび前記コ
ントロールサービスの各プロセスごとに、前記直接マッ
プ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれ
る直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けたプロ
セッサ内のアドレス変換テーブルを書き換えることを特
徴とする。

【００５４】このようなメモリ管理方法では、プロセッ
サ内のアドレス変換テーブルを自動的に検索して物理ア
ドレスへの変換を行うプロセッサについて、例外エラー
の発生を減少させることができ、直接マップ領域に対す
るメモリアクセスのオーバーヘッドを軽減することが可
能である。

【００５５】また、請求項１９にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記プロセッサ内のアドレス変換テ
ーブルのうち上書きの対象とならない部分に、前記直接
マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含
まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付ける
ことを特徴とする。

【００５６】このようなメモリ管理方法では、プロセッ
サ内のアドレス変換テーブルに格納した直接マップ領域
の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接マッ
プ領域用の仮想アドレスとの対応付けが上書きにより消
去されてしまうことを避けることができる。

【００５７】また、請求項２０にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記仮想メモリ領域上に含まれる直
接マップ領域用の仮想アドレスが連続しているとき、そ
の仮想アドレスに対応する前記直接マップ領域の物理ア
ドレスが連続するように、前記直接マップ領域の物理ア
ドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領
域用の仮想アドレスとを対応付けることを特徴とする。

【００５８】このようなメモリ管理方法では、仮想メモ
リ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスで
連続している領域を、直接マップ領域の連続した物理ア
ドレスに割り当てることができる。したがって、ダイレ
クト・メモリ・アクセスを利用したデバイスとのデータ
交換が煩雑になることを避けることができ、一度のダイ
レクト・メモリ・アクセスにより大量のデータを転送す
ることが可能となる。

【００５９】また、請求項２１にかかる発明は、前記ア
ドレス変換段階が、前記直接マップ領域を複数のプロセ
スで共有するように、前記直接マップ領域の物理アドレ
スと前記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用
の仮想アドレスとを対応付けることを特徴とする。

【００６０】このようなメモリ管理方法では、複数のプ
ロセスが直接マップ領域を共有するように、直接マップ
領域の物理アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接
マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けておくことに
より、複数のプロセスでメモリを共有できる。

【００６１】また、請求項２２にかかる発明は、前記仮
想メモリ領域が、前記仮想記憶システムにより管理され
るユーザプログラム領域およびスタック領域と、前記仮
想記憶システムにより管理されない直接マップ領域とを
有し、前記直接マップ領域が前記仮想メモリ領域のうち
前記ユーザプログラム領域またはスタック領域として使
用されない未使用領域に獲得されることを特徴とする。

【００６２】このようなメモリ管理方法では、仮想メモ
リ領域のうち仮想記憶システムにより管理されない未使
用領域に直接マップ領域を獲得することにより、仮想記
憶システムを介さずにハードウェアの仮想アドレス変換
機能を直接利用して仮想アドレスから物理アドレスへの
変換を行うことができる。

【００６３】

【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面に基づいて説明する。

【００６４】まず、ページテーブルの自動参照機能を持
ったプロセッサを利用する第１実施例について説明す
る。

【００６５】図１は、本発明による融合機の一実施例の
構成図を示す。融合機１は、ハードウェア資源１０と，
ソフトウェア群２０と，融合機起動部５０とを含むよう
に構成される。ハードウェア資源１０は、白黒レーザプ
リンタ１１と，カラーレーザプリンタ１２と，スキャナ
やファクシミリなどのハードウェアリソース１３とを有
する。また、ソフトウェア群２０は、ＵＮＩＸ（登録商
標）などのオペレーティングシステム（以下、ＯＳとい
う）上に起動されているアプリケーション３０とプラッ
トフォーム４０とを有する。

【００６６】プラットフォーム４０は、アプリケーショ
ン３０からの処理要求を解釈してハードウェア資源１０
の獲得要求を発生するコントロールサービス５１と、１
つ以上のハードウェア資源１０の管理を行ってコントロ
ールサービス５１からの獲得要求を調停するシステムリ
ソースマネージャ（以下、ＳＲＭという）４３と、ＳＲ
Ｍ４３からの獲得要求に応じてハードウェア資源１０の
管理を行うハンドラ層５２とを有するように構成されて
いる。

【００６７】コントロールサービス５１は、システムコ
ントロールサービス（以下、ＳＣＳという）４２，エン
ジンコントロールサービス（以下、ＥＣＳという）４
４，メモリコントロールサービス（以下、ＭＣＳとい
う）４５，オペレーションパネルコントロールサービス
（以下、ＯＣＳという）４６，ファックスコントロール
サービス（以下、ＦＣＳという）４７，ネットワークコ
ントロールサービス（以下、ＮＣＳという）４８，など
一つ以上のサービスモジュールを有するように構成され
ている。

【００６８】なお、プラットフォーム４０は予め定義さ
れている関数によりアプリケーション３０からの処理要
求を受信可能とするアプリケーションプログラムインタ
ーフェース（以下、ＡＰＩという）５３を有するように
構成されている。ＯＳは、プラットフォーム４０および
アプリケーション３０の各ソフトウェアをプロセスとし
て並列実行する。

【００６９】ＳＲＭ４３のプロセスは、ＳＣＳ４２と共
にシステムの制御およびリソースの管理を行うものであ
る。例えばＳＲＭ４３のプロセスは、スキャナ部やプリ
ンタ部などのエンジン，メモリ，ＨＤＤファイル，ホス
トＩ／Ｏ（セントロＩ／Ｆ，ネットワークＩ／Ｆ，ＩＥ
ＥＥ１３９４ Ｉ／Ｆ，ＲＳ２３２Ｃ Ｉ／Ｆなど）の
ハードウェア資源１０を利用する上位層からの要求に従
って調停を行い、実行制御する。

【００７０】具体的に、ＳＲＭ４３は要求されたハード
ウェア資源１０が利用可能であるか（他の要求により利
用されていないかどうか）を判定し、利用可能であれば
要求されたハードウェア資源１０が利用可能である旨を
上位層に通知する。また、ＳＲＭ４３は上位層からの要
求に対してハードウェア資源１０の利用スケジューリン
グを行い、例えばプリンタエンジンによる紙搬送と作像
動作，メモリ獲得，ファイル生成などの要求内容を直接
実施している。

【００７１】ＳＣＳ４２のプロセスは、アプリケーショ
ン管理，操作部制御，システム画面表示，ＬＥＤ表示，
リソース管理，割り込みアプリケーション制御を行う。
ＥＣＳ４４のプロセスは、白黒レーザプリンタ１１，カ
ラーレーザプリンタ１２，その他のハードウェアリソー
ス１３のエンジンの制御を行う。

【００７２】ＭＣＳ４５のプロセスは、画像メモリの取
得および解放，ハードディスク装置（ＨＤＤ）の利用，
画像データの圧縮および伸張などを行う。ＯＣＳ４６の
プロセスは、オペレータと本体制御との間の情報伝達手
段となるオペレーションパネルの制御を行う。

【００７３】ＦＣＳ４７のプロセスは、システムコント
ローラの各アプリケーション層からＰＳＴＮまたはＩＳ
ＤＮ網を利用したファクシミリ送受信，ＢＫＭ（バック
アップＳＲＡＭ）で管理されている各種ファクシミリデ
ータの登録／引用，ファクシミリ読み取り，ファクシミ
リ受信印刷，融合送受信を行うためのアプリケーション
を提供する。

【００７４】ＮＣＳ４８のプロセスは、ネットワークＩ
／Ｏを必要とするアプリケーション３０に対し、共通に
利用できるサービスを提供するものであり、ネットワー
ク側から各プロトコルによって受信したデータを各アプ
リケーション３０に振り分けたり、アプリケーション３
０からのデータをネットワーク側に送信する際の仲介を
行う。

【００７５】また、ハンドラ層５２は後述するファック
スコントロールユニット（以下、ＦＣＵという）の管理
を行うファックスコントロールユニットハンドラ（以
下、ＦＣＵＨという）５４と、各プロセスに対するメモ
リの割り振り、各プロセスに割り振ったメモリの管理，
後述する直接マップ領域の管理などを行うイメージメモ
リハンドラ（以下、ＩＭＨという）５５とを含む。

【００７６】ＳＲＭ４３，ＦＣＵＨ５４およびＩＭＨ５
５は、予め定義されている関数によりハードウェア資源
１０に対する処理要求を送信するエンジンＩ／Ｆ５６を
利用してハードウェア資源１０に対する処理要求を行
う。

【００７７】また、アプリケーション３０は、プリン
タ，コピー，ファクシミリ，スキャナなどの画像形成処
理にかかるユーザサービスにそれぞれ固有の処理を行う
ものである。

【００７８】アプリケーション３０は、ページ記述言語
（ＰＤＬ，ＰＣＬ）およびポストスクリプト（ＰＳ）を
有するプリンタ用のアプリケーションであるプリンタア
プリ３１と，コピー用アプリケーションであるコピーア
プリ３２と，ファクシミリ用アプリケーションであるフ
ァックスアプリ３３と，スキャナ用アプリケーションで
あるスキャナアプリ３４とを有している。

【００７９】図２は、本発明による融合機の一実施例の
ハードウェア構成図を示す。図２の融合機１は、コント
ローラ６０と，オペレーションパネル７０と，ファック
スコントロールユニット（以下、ＦＣＵという）８０
と，ＵＳＢデバイス９０と，ＩＥＥＥ１３９４デバイス
１００と，エンジン部１１０とを有する。

【００８０】また、コントローラ６０は、ＣＰＵ６１
と，ＭＥＭ−Ｐ６２と，ノースブリッジ（以下、ＮＢと
いう）６３と，サウスブリッジ（以下、ＳＢという）６
４と，ＡＳＩＣ６６と，ＭＥＭ−Ｃ６７と，ＨＤＤ６８
と，ネットワークＩ／Ｆコントローラ６９とを有する。

【００８１】オペレーションパネル７０は、コントロー
ラ６０のＡＳＩＣ６６に直接接続されている。また、Ｆ
ＣＵ８０，ＵＳＢデバイス９０，ＩＥＥＥ１３９４デバ
イス１００およびエンジン部１１０は、コントローラ６
０のＡＳＩＣ６６にＰＣＩバスなどで接続されている。

【００８２】コントローラ６０は、ＡＳＩＣ６６にＭＥ
Ｍ−Ｃ６７，ＨＤＤ６８，ネットワークＩ／Ｆコントロ
ーラ６９などが接続されると共に、ＣＰＵ６１とＡＳＩ
Ｃ６６とがＣＰＵチップセットのＮＢ６３を介して接続
されている。このように、ＮＢ６３を介してＣＰＵ６１
とＡＳＩＣ６６とを接続すれば、ＣＰＵ６１のインター
フェースが公開されていない場合に対応できる。

【００８３】ここで、ＡＳＩＣ６６とＮＢ６３とはＰＣ
Ｉバスを介して接続されているのでなく、ＡＧＰ（Acce
lerated Graphics Port ）６５を介して接続されてい
る。このように、図１のプラットフォーム４０やアプリ
ケーション３０を形成する一つ以上のプロセスを実行制
御するため、ＡＳＩＣ６６とＮＢ６３とを低速のＰＣＩ
バスでなくＡＧＰ６５を介して接続し、パフォーマンス
の低下を防いでいる。

【００８４】ＣＰＵ６１は、融合機１の全体制御を行う
ものである。ＣＰＵ６１は、ＯＳ上でプラットフォーム
４０を形成するＳＣＳ４２，ＳＲＭ４３，ＥＣＳ４４，
ＭＣＳ４５，ＯＣＳ４６，ＦＣＳ４７，ＮＣＳ４８，Ｆ
ＣＵＨ５４およびＩＭＨ５５をそれぞれプロセスとして
起動して実行させると共に、アプリケーション３０を形
成するプリンタアプリ３１，コピーアプリ３２，ファッ
クスアプリ３３，スキャナアプリ３４を起動して実行さ
せる。なお、ＣＰＵ６１はページテーブルの自動参照機
能を持っている。

【００８５】ＮＢ６３は、ＣＰＵ６１，ＭＥＭ−Ｐ６
２，ＳＢ６４およびＡＳＩＣ６６を接続するためのブリ
ッジである。ＭＥＭ−Ｐ６２は、融合機１の描画用メモ
リなどとして用いるシステムメモリである。ＳＢ６４
は、ＮＢ６３とＲＯＭ，ＰＣＩバス，周辺デバイスとを
接続するためのブリッジである。

【００８６】ＭＥＭ−Ｃ６７は、コピー用画像バッフ
ァ，符号バッファとして用いるローカルメモリである。
ＡＳＩＣ６６は、画像処理用のハードウェア要素を有す
る画像処理用途向けのＩＣである。ＨＤＤ６８は、画像
データの蓄積，プログラムの蓄積，フォントデータの蓄
積，フォームの蓄積を行うためのストレージである。ま
た、オペレーションパネル７０は、オペレータからの入
力操作を受け付けると共に、オペレータに向けた表示を
行う操作部である。

【００８７】図１の融合機起動部５０は、融合機１の電
源投入時に最初に実行され、プラットフォーム４０やア
プリケーション３０を起動するものである。図３は、融
合機起動部の一例の構成図を示す。融合機起動部５０
は、ＲＯＭモニタ１２１と，プログラム起動部１２２と
を有する。

【００８８】ＲＯＭモニタ１２１は電源投入時に実行さ
れ、ハードウェアの初期化，コントローラボードの診
断，ソフトウェアの初期化，ＯＳの起動などを行う。プ
ログラム起動部１２２はＯＳから呼び出されるものであ
り、ＭＥＭ−Ｐ６２，ＭＥＭ−Ｃ６７上にメモリ領域を
獲得する。そして、プログラム起動部１２２は、コント
ロールサービス５１やアプリケーション３０のプログラ
ムをＲＯＭから読み出し、読み出した各プログラムをＭ
ＥＭ−Ｐ６２，ＭＥＭ−Ｃ６７上に獲得したメモリ領域
に転送して起動するものである。

【００８９】次に、融合機１におけるメモリ管理につい
て説明する。図４は、融合機におけるメモリ管理の一例
について説明する図を示す。例えばＭＥＭ−Ｐ６２およ
びＭＥＭ−Ｃ６７のメモリマップは、図４（ｂ）のよう
に表される。

【００９０】ＭＥＭ−Ｐ６２およびＭＥＭ−Ｃ６７は、
例えばＯＳなどが使用するカーネル領域と，各種アプリ
ケーション３０や各種コントロールサービス５１が使用
する汎用領域と，後述する直接マップ領域とが獲得され
る。なお、カーネル領域および汎用領域は、ＯＳにより
管理される。

【００９１】また、仮想メモリ領域のメモリマップは、
図４（ａ）のように表される。仮想メモリ領域は、ユー
ザプログラム領域と，後述する直接マップ領域と，スタ
ック領域とが獲得される。仮想メモリ領域は、プリンタ
アプリ３１，コピーアプリ３２などのアプリケーション
３０のプロセスごと、およびＥＣＳ４４，ＭＣＳ４５な
どのコントロールサービス５１のプロセスごとに割り当
てられる。

【００９２】なお、ユーザプログラム領域およびスタッ
ク領域は、仮想記憶システムにより管理される。したが
って、ユーザプログラム領域およびスタック領域に対す
るページテーブルの内容は、仮想記憶システムによって
作成または変更される。

【００９３】ここで、図５を利用してページテーブルの
内容が無効状態となっている場合のページアクセス処理
について説明する。図５は、ページアクセス処理の一例
のフローチャートを示す。

【００９４】新しいページへのアクセスがあると、ＣＰ
Ｕ６１はステップＳ１０に進み、アクセスするページの
仮想アドレスがページテーブル内に登録されているか否
かを判定する。ページテーブルの内容が無効状態となっ
ている場合、ＣＰＵ６１はアクセスするページの仮想ア
ドレスがページテーブル内に登録されていないと判定し
（Ｓ１１においてＮＯ）、ステップＳ１３に進む。

【００９５】ステップＳ１３では、アクセスするページ
の仮想アドレスがページテーブル内に登録されていない
と判定されたためにページテーブル例外エラーが発生す
る。ステップＳ１３に続いてステップＳ１４に進み、Ｃ
ＰＵ６１はページテーブル例外エラーが発生した仮想ア
ドレスを取得する。

【００９６】ステップＳ１４に続いてステップＳ１５に
進み、仮想記憶システムはステップＳ１４で取得された
仮想アドレスがメモリにマップされている範囲内である
か否かを判定する。取得された仮想アドレスがメモリに
マップされている範囲内であると判定すると（Ｓ１６に
おいてＹＥＳ）、仮想記憶システムはステップＳ１８に
進み、１ページ分の物理メモリを獲得する。なお、取得
した仮想アドレスがメモリにマップされている範囲内で
ないと判定すると（Ｓ１６においてＮＯ）、仮想記憶シ
ステムはステップＳ１７に進み、プロセスに不正アドレ
スアクセスエラーを通知する。

【００９７】ステップＳ１８に続いてステップＳ１９に
進み、仮想記憶システムはステップＳ１８で獲得した物
理メモリのアドレスをページテーブルに登録することで
ページテーブルの内容を作成する。ステップＳ２０に続
いてステップＳ１０に進み、ＣＰＵ６１はアクセスする
ページの仮想アドレスがページテーブル内に登録されて
いるか否かを判定する。

【００９８】ステップＳ１９でページテーブルの内容を
作成しているため、ＣＰＵ６１はアクセスするページの
仮想アドレスがページテーブル内に登録されていると判
定し（Ｓ１１においてＹＥＳ）、ステップＳ１２に進
む。そして、ステップＳ１２では、ページテーブル例外
エラーが発生せず、新しいページへのアクセスが成功す
ることとなる。このようなページアクセス処理では、物
理メモリに余裕がある場合でもメモリアクセスの際に一
定のオーバーヘッドが発生してしまう。

【００９９】そこで、本発明では仮想メモリ領域に直接
マップ領域を作成し、この直接マップ領域に対応するペ
ージテーブルの内容をプロセス生成時またはユーザプロ
セス実行時のシステムコールの発行により作成するよう
にした。図６は、直接マップ領域の一例のメモリマップ
を示す。図６に表されるように、直接マップ領域は、プ
リンタアプリ３１，コピーアプリ３２などのアプリケー
ションのプロセス、ＥＣＳ４４，ＭＣＳ４５などのコン
トロールサービスのプロセスごとに割り当てられる。

【０１００】なお、本発明では仮想記憶システムの起動
時に、物理メモリの仮想メモリ領域以外の未使用領域を
直接マップ領域として獲得する。したがって、直接マッ
プ領域に対応するページテーブルの内容は、仮想記憶シ
ステムによって作成または変更されない。

【０１０１】図７は、直接マップ領域に対するメモリ管
理方法について説明するための図を示す。なお、図７で
は説明に関係のない構成を適宜省略している。

【０１０２】ＯＳは、仮想記憶へのアクセスを処理する
仮想記憶処理部１３３と、仮想記憶の使用領域を、ペー
ジテーブルを用いてページ毎に管理するページテーブル
管理部１３４と、仮想記憶へのアクセスの例外処理を行
う例外処理部１３５とを有している。なお、仮想記憶処
理部１３３，ページテーブル管理部１３４及び例外処理
部１３５が仮想記憶システムを構成する。

【０１０３】ＯＳ内の直接マップ領域獲得部１３１は、
仮想記憶システムの起動時に物理メモリの直接マップ領
域に対応した仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領
域用の仮想アドレスを設定する。また、メモリマップ部
１３２はプロセスの生成時またはユーザプロセス実行時
のシステムコールの発行時に、ＩＭＨ５５からの指示に
応じてプロセス用のメモリを直接マップ領域にマップす
る。言い換えれば、メモリマップ部１３２は直接マップ
領域の物理アドレスと、仮想メモリ領域上に含まれる直
接マップ領域用の仮想アドレスとを関連付けるように、
ページテーブル管理部１３４が管理するページテーブル
の内容を書き換える。

【０１０４】なお、直接マップ領域獲得部１３１は特許
請求の範囲に記載した領域獲得手段に相当する。ページ
テーブル管理部１３４の管理するページテーブルは特許
請求の範囲に記載したアドレス変換手段に相当する。メ
モリマップ部１３２は特許請求の範囲に記載したアドレ
ス書換手段に相当する。

【０１０５】ここで、図５を利用して直接マップ領域に
対するページアクセス処理について説明する。直接マッ
プ領域に含まれるページへのアクセスがあると、ＣＰＵ
６１はステップＳ１０に進み、アクセスするページの仮
想アドレスがページテーブル内に登録されているか否か
を判定する。

【０１０６】直接マップ領域に対応するページテーブル
の内容はプロセス生成時またはユーザプロセス実行時の
システムコールの発行により既に作成されているため、
ＣＰＵ６１はアクセスするページの仮想アドレスがペー
ジテーブル内に登録されていると判定し（Ｓ１１におい
てＹＥＳ）、ステップＳ１２に進む。そして、ステップ
Ｓ１２では、ページテーブル例外エラーが発生せず、直
接マップ領域に含まれるページへのアクセスが成功する
こととなる。

【０１０７】つまり、ページテーブルの自動参照機能を
持ったプロセッサが直接マップ領域に含まれるページに
アクセスした場合、ページテーブル例外エラーが発生せ
ず、プロセッサにより自動的にページテーブルが参照さ
れて仮想アドレスから物理アドレスへの変換が行われ
る。

【０１０８】したがって、仮想記憶システムは直接マッ
プ領域に対するアクセスが起こったことを知ることがな
く、仮想メモリ領域を管理するための処理も行わない。
このようなページアクセス処理では、仮想記憶システム
によるオーバーヘッドが発生することなく、ページにア
クセスすることが可能となる。

【０１０９】第１実施例では、仮想メモリ領域のユーザ
プログラム領域とスタック領域との間であって、仮想記
憶システムが使用していないユーザアドレス空間を直接
マップ領域として利用している。通常、仮想メモリ領域
に含まれるユーザアドレス空間は実際に使用されるアド
レス空間に比べて十分に大きいため、仮想記憶システム
が使用していないユーザアドレス空間を直接マップ領域
として利用しても問題ない。

【０１１０】次に、ページテーブルの自動参照機能を持
たず、ＴＬＢによるアドレス変換機能を持ったプロセッ
サを利用する第２実施例について説明する。なお、第２
実施例の融合機１の構成，ハードウェア構成および融合
機起動部５０の構成は、第１実施例の融合機１と同様で
あるので説明を省略する。

【０１１１】ＣＰＵ６１のキャッシュメモリには、ＣＰ
Ｕ６１によって管理されるＴＬＢが設けられている。Ｔ
ＬＢは、プロセスごとに仮想アドレスと物理アドレスと
を対応付けて保持しており、プロセスが仮想アドレスを
指定してメモリにアクセスしようとしたときに、指定さ
れた仮想アドレスを物理アドレスに変換するものであ
る。このＴＬＢは、仮想アドレスと物理アドレスとの組
を所定数（例えば、４８個，６４個など）だけ保持して
いる。

【０１１２】図８は、ＴＬＢと各プロセスのページテー
ブルとの関係について説明するための図を示す。図８に
表したように、各ページテーブルは各プロセス独自の仮
想アドレスを使用しており、その仮想アドレスに対応す
る物理アドレスを管理している。また、ＴＬＢは各プロ
セスがアクセスした仮想アドレスと、その仮想アドレス
に対応する物理アドレスとをプロセスＩＤ（以下、ＰＩ
Ｄという）ごとに保持している。

【０１１３】例えばプリンタアプリ３１のプロセスが仮
想アドレス１１００番地に対してアクセスすると、ＣＰ
Ｕ６１はプリンタアプリ３１のＰＩＤの中から仮想アド
レス１１００番地を検索し、プリンタアプリ３１の仮想
アドレス１１００番地に対応する物理アドレス１３０番
地を使用する。

【０１１４】一方、プリンタアプリ３１のプロセスが仮
想アドレス１０００番地に対してアクセスすると、ＣＰ
Ｕ６１はプリンタアプリ３１のＰＩＤの中から仮想アド
レス１０００番地を検索する。しかし、図８のＴＬＢに
はプリンタアプリ３１の仮想アドレス１０００番地が登
録されていない。このためにＴＬＢ例外エラーが発生
し、ＣＰＵ６１はプリンタアプリ３１のページテーブル
を参照する。そして、プリンタアプリ３１の仮想アドレ
ス１０００番地に対応する物理アドレス３０番地を取得
して、ＴＬＢに「ＰＩＤ：プリンタアプリ，物理アドレ
ス：３０番地，仮想アドレス：１０００番地」のエント
リを追加する。

【０１１５】しかし、ＴＬＢが保持できるエントリの数
はプロセッサにより決まっているため、新たにエントリ
を追加するときに以前のエントリが上書きされる場合が
生じる。このように、ＴＬＢのエントリは上書きされて
内容が変わってしまう場合があるが、頻繁に使用する重
要なエントリを固定的な使用のために上書きから保護す
る機能がある。

【０１１６】図９は、ＴＬＢの一例の構成図を示す。図
９のＴＬＢでは、所定数のエントリを上書きの対象とな
らない固定的に使用されるエントリとし、残りのエント
リを上書きの対象となる動的に使用されるエントリとし
ている。固定的に使用されるエントリを利用することに
より、重要なエントリが上書きの対象とならないように
保護することができる。

【０１１７】そこで、本発明では第１実施例と同様に、
仮想メモリ領域に直接マップ領域を作成し、直接マップ
領域の仮想アドレス及びその仮想アドレスに対応する物
理アドレスをプロセス生成時またはユーザプロセス実行
時のシステムコールの発行により図９の固定的に使用さ
れるエントリに書き込むようにした。なお、本発明では
仮想記憶システムの起動時に、物理メモリの仮想メモリ
領域以外の未使用領域を直接マップ領域として獲得す
る。したがって、直接マップ領域に対するＴＬＢの内容
は、仮想記憶システムによって作成または変更されな
い。

【０１１８】なお、第２実施例の場合、図７のメモリマ
ップ部１３２は直接マップ領域の物理アドレスと、仮想
メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレ
スとを関連付けるように、ＣＰＵ６１が管理するＴＬＢ
の固定的に使用されるエントリに書き込む。

【０１１９】この状態で直接マップ領域に含まれるペー
ジへのアクセスがあると、ＴＬＢに対する仮想アドレス
の検索は必ずヒットし、ＣＰＵ６１は仮想アドレスに対
応する物理アドレスを取得することができる。このよう
に、ＴＬＢ例外エラーが発生しないため、仮想記憶シス
テムは直接マップ領域に対するアクセスが起こったこと
を知ることがなく、仮想メモリ領域を管理するための処
理も行わない。したがって、仮想記憶システムによるオ
ーバーヘッドが発生することなく、ページにアクセスす
ることが可能となる。

【０１２０】第２実施例では、仮想メモリ領域のユーザ
プログラム領域とスタック領域との間であって、仮想記
憶システムが使用していないユーザアドレス空間を直接
マップ領域として利用している。通常、仮想メモリ領域
に含まれるユーザアドレス空間は実際にしようされるア
ドレス空間に比べて十分に大きいため、仮想記憶システ
ムが使用していないユーザアドレス空間を直接マップ領
域として利用しても問題ない。

【０１２１】また、１つのエントリで指定できるアドレ
ス範囲には制限があるため、その制限を越えたアドレス
範囲を直接マップ領域として使用する場合には複数のエ
ントリをＴＬＢの固定的に使用されるエントリに書き込
んでおく必要がある。

【０１２２】前述の第１実施例および第２実施例は、ハ
ードウェアによるサポートを直接に利用して図４のよう
な直接マップ領域を実現している。そこで、本発明の融
合機１は直接マップ領域の仮想アドレスに対する物理ア
ドレスが連続するようにページテーブルまたはＴＬＢを
作成することにより、仮想アドレス空間でアドレスが連
続している領域を物理メモリ上でもアドレスが連続して
いるように対応付けることが可能である。

【０１２３】通常、デバイスが行うＤＭＡによるデータ
交換は、物理アドレス空間で行われている。したがっ
て、仮想アドレス空間で作成したデータをＤＭＡにより
デバイスに転送する場合に、物理メモリ上でもアドレス
が連続しているという保証があれば、一度のＤＭＡによ
り大量のデータをデバイスに転送することができる。

【０１２４】また、本発明の融合機１は複数のプロセス
でデータを共有する場合に、メモリを共有することが可
能となる。図１０は、複数のプロセスによりメモリを共
有するときの一例のメモリマップを示す。

【０１２５】図１０のメモリマップでは、プロセスＡの
仮想メモリ領域に含まれる領域ａとプロセスＢの仮想メ
モリ領域に含まれる領域ｂとが同じ物理メモリ領域を使
用するように、領域ａおよび領域ｂに対応するページテ
ーブルまたはＴＬＢの内容が書き換えられている。した
がって、プロセスＡおよびプロセスＢは仮想記憶システ
ムによるオーバーヘッドがほとんど発生することなく、
物理メモリ領域を共有することができる。

【０１２６】例えば図１０のメモリマップを利用して複
数のプロセスでメモリを共有する処理を図１１を参照し
つつ説明する。図１１は、複数のプロセスによりメモリ
を共有するときの一例のシーケンス図を示す。

【０１２７】図１１中、ステップＳ３０ではプロセスＡ
がＩＭＨ４９に対して仮想メモリ領域ａの獲得を要求す
る。ステップＳ３０に続いてステップＳ３１に進み、Ｉ
ＭＨ４９はプロセスＡからの要求に応じて物理メモリ領
域を獲得し、獲得した物理メモリ領域に対応する仮想ア
ドレスＡをプロセスＡに通知する。例えばプロセスＡは
画像を作成し、作成した画像を獲得した仮想アドレスＡ
に書き込む。

【０１２８】ステップＳ３１に続いてステップＳ３２に
進み、プロセスＡは画像を書き込んだ仮想アドレスＡを
プロセス間通信によりプロセスＢに通知する。なお、プ
ロセスＡの仮想メモリ領域に含まれる領域ａとプロセス
Ｂの仮想メモリ領域に含まれる領域ｂとが同じ物理メモ
リ領域を使用するように、領域ａおよび領域ｂに対応す
るページテーブルまたはＴＬＢの内容が書き換えられて
いるしたがって、プロセスＢはプロセスＡから通知され
た仮想アドレスＡから画像を読み出し、読み出した画像
を例えばプリンタに出力できる。ステップＳ３２に続い
てステップＳ３３に進み、プロセスＢは画像を読み込ん
でプリンタに出力した旨をプロセス間通信によりプロセ
スＡに通知する。ステップＳ３３に続いてステップＳ３
４に進み、プロセスＡはＩＭＨ４９に対して物理アドレ
スの解放を要求して処理を終了する。

【０１２９】

【発明の効果】上述の如く、本発明によれば、メモリア
クセスのときに例外エラーがほとんど発生しないため、
直接マップ領域に対するメモリアクセスのオーバーヘッ
ドを軽減することが可能である。

【０１３０】また、本発明によれば、仮想メモリ領域上
に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスで連続して
いる領域を、直接マップ領域の連続した物理アドレスに
割り当てることができるため、ダイレクト・メモリ・ア
クセスを利用したデバイスとのデータ交換が煩雑になら
ず、一度のダイレクト・メモリ・アクセスにより大量の
データを転送することが可能となる。

【０１３１】また、本発明によれば、複数のプロセスが
直接マップ領域を共有するように直接マップ領域の物理
アドレスと仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域
用の仮想アドレスとを対応付けておくことができるた
め、複数のプロセスでメモリを共有することが可能とな
る。

【０１３２】

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による融合機の一実施例の構成図であ
る。

【図２】本発明による融合機の一実施例のハードウェア
構成図である。

【図３】融合機起動部の一例の構成図である。

【図４】融合機におけるメモリ管理の一例について説明
する図である。

【図５】ページアクセス処理の一例のフローチャートで
ある。

【図６】直接マップ領域の一例のメモリマップである。

【図７】直接マップ領域に対するメモリ管理方法につい
て説明するための図である。

【図８】ＴＬＢと各プロセスのページテーブルとの関係
について説明するための図である。

【図９】ＴＬＢの一例の構成図である。

【図１０】複数のプロセスによりメモリを共有するとき
の一例のメモリマップである。

【図１１】複数のプロセスによりメモリを共有するとき
の一例のシーケンス図である。

【符号の説明】

１ 融合機 １１ 白黒レーザプリンタ １２ カラーレーザプリンタ １３ ハードウェアリソース ２０ ソフトウェア群 ３０ アプリケーション ４０ プラットフォーム ４２ システムコントロールサービス（ＳＣＳ） ４３ システムリソースマネージャ（ＳＲＭ） ４４ エンジンコントロールサービス（ＥＣＳ） ４５ メモリコントロールサービス（ＭＣＳ） ４６ オペレーションパネルコントロールサービス
（ＯＣＳ） ４７ ファックスコントロールサービス（ＦＣＳ） ４８ ネットワークコントロールサービス（ＮＣＳ） ５０ 融合機起動部 ５１ コントロールサービス ５２ ハンドラ層 ５３ アプリケーションプログラムインターフェース
（ＡＰＩ） ５４ ファックスコントロールユニットハンドラ（Ｆ
ＣＵＨ） ５５ イメージメモリハンドラ（ＩＭＨ） ５６ エンジンＩ／Ｆ ６０ コントローラ ６１ ＣＰＵ ６２ システムメモリ（ＭＥＭ−Ｐ） ６３ ノースブリッジ（ＮＢ） ６４ サウスブリッジ（ＳＢ） ６５ ＡＧＰ（Accelerated Graphics Port） ６６ ＡＳＩＣ ６７ ローカルメモリ（ＭＥＭ−Ｃ） ６８ ハードディスク装置（ＨＤＤ） ６９ ネットワークＩ／Ｆコントローラ ７０ オペレーションパネル ８０ ファックスコントロールユニット（ＦＣＵ） ９０ ＵＳＢデバイス １００ ＩＥＥＥ１３９４デバイス １１０ エンジン部 １２１ ＲＯＭモニタ １２２ プログラム起動部 １３１ 直接マップ領域獲得部 １３２ メモリマップ部 １３３ 仮想記憶処理部 １３４ ページテーブル管理部 １３５ 例外処理部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 9/46 ３４０ Ｇ０６Ｆ 9/46 ３４０Ｆ

Claims (22)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 画像形成処理を行うアプリケーションの
   プロセスと、画像形成処理で利用されるハードウェア資
   源の管理を行うコントロールサービスのプロセスとにメ
   モリをマップする画像形成装置であって、 前記メモリ上に、前記プロセスによって直接マップ可能
   な直接マップ領域を少なくとも獲得する領域獲得手段
   と、 前記直接マップ領域の物理アドレスと、仮想メモリ領域
   上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応
   付けたアドレス変換手段とを有することを特徴とする画
   像形成装置。
2. 【請求項２】 前記仮想メモリ領域は、所定サイズのペ
   ージごとに管理されることを特徴とする請求項１記載の
   画像形成装置。
3. 【請求項３】 前記直接マップ領域の物理アドレスと前
   記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想
   アドレスとを対応付けたアドレス変換手段の内容を仮想
   記憶システムを介さずに書き換えるアドレス書換手段を
   更に有することを特徴とする請求項１又は２記載の画像
   形成装置。
4. 【請求項４】 前記アドレス書換手段は、前記アプリケ
   ーションおよび前記コントロールサービスの各プロセス
   の起動時に前記アドレス変換手段の内容を書き換えるこ
   とを特徴とする請求項３記載の画像形成装置。
5. 【請求項５】 前記領域獲得手段は、画像形成装置の起
   動時に、前記直接マップ領域を獲得することを特徴とす
   る請求項１乃至４何れか一項記載の画像形成装置。
6. 【請求項６】 前記アドレス変換手段は、前記アプリケ
   ーションおよび前記コントロールサービスの各プロセス
   ごとに、前記直接マップ領域の物理アドレスと前記仮想
   メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレ
   スとを対応付けたカーネル内のアドレス変換テーブルで
   あることを特徴とする請求項１乃至５何れか一項記載の
   画像形成装置。
7. 【請求項７】 前記アドレス変換手段は、前記アプリケ
   ーションおよび前記コントロールサービスの各プロセス
   ごとに、前記直接マップ領域の物理アドレスと前記仮想
   メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレ
   スとを対応付けたプロセッサ内のアドレス変換テーブル
   であることを特徴とする請求項１乃至５何れか一項記載
   の画像形成装置。
8. 【請求項８】 前記アドレス変換手段は、前記プロセッ
   サ内のアドレス変換テーブルのうち上書きの対象となら
   ない部分に、前記直接マップ領域の物理アドレスと前記
   仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想ア
   ドレスとを対応付けておくことを特徴とする請求項７記
   載の画像形成装置。
9. 【請求項９】 前記アドレス変換手段は、前記仮想メモ
   リ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスが
   連続しているとき、その仮想アドレスに対応する前記直
   接マップ領域の物理アドレスが連続するように、前記直
   接マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に
   含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付け
   ることを特徴とする請求項１乃至８何れか一項記載の画
   像形成装置。
10. 【請求項１０】 前記アドレス変換手段は、複数のプロ
    セスが前記直接マップ領域を共有するように、前記直接
    マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含
    まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付ける
    ことを特徴とする請求項１乃至９何れか一項記載の画像
    形成装置。
11. 【請求項１１】 前記仮想メモリ領域は、前記仮想記憶
    システムにより管理されるユーザプログラム領域および
    スタック領域と、前記仮想記憶システムにより管理され
    ない直接マップ領域とを有し、前記直接マップ領域が前
    記仮想メモリ領域のうち前記ユーザプログラム領域また
    はスタック領域として使用されない未使用領域に獲得さ
    れることを特徴とする請求項３乃至１０何れか一項記載
    の画像形成装置。
12. 【請求項１２】 画像形成処理を行うアプリケーション
    のプロセスと、画像形成処理で利用されるハードウェア
    資源の管理を行うコントロールサービスのプロセスとに
    メモリをマップする画像形成装置のメモリ管理方法であ
    って、 前記メモリ上に、前記プロセスによって直接マップ可能
    な直接マップ領域を少なくとも獲得する領域獲得段階
    と、 前記直接マップ領域の物理アドレスと、仮想メモリ領域
    上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応
    付けるアドレス変換段階とを有することを特徴とするメ
    モリ管理方法。
13. 【請求項１３】 前記仮想メモリ領域は、所定サイズの
    ページごとに管理されることを特徴とする請求項１２記
    載のメモリ管理方法。
14. 【請求項１４】 前記アドレス変換段階は、直接マップ
    領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含まれる
    直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付けた内容を
    仮想記憶システムを介さずに書き換えることを特徴とす
    る請求項１２又は１３記載のメモリ管理方法。
15. 【請求項１５】 前記アドレス変換段階は、前記アプリ
    ケーションおよび前記コントロールサービスの各プロセ
    スの起動時に、直接マップ領域の物理アドレスと前記仮
    想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アド
    レスとを対応付けた内容を書き換えることを特徴とする
    請求項１４記載のメモリ管理方法。
16. 【請求項１６】 前記領域獲得段階は、画像形成装置の
    起動時に、前記直接マップ領域を獲得することを特徴と
    する請求項１２乃至１５何れか一項記載のメモリ管理方
    法。
17. 【請求項１７】 前記アドレス変換段階は、前記アプリ
    ケーションおよび前記コントロールサービスの各プロセ
    スごとに、前記直接マップ領域の物理アドレスと前記仮
    想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アド
    レスとを対応付けたカーネル内のアドレス変換テーブル
    を書き換えることを特徴とする請求項１２乃至１６何れ
    か一項記載のメモリ管理方法。
18. 【請求項１８】 前記アドレス変換段階は、前記アプリ
    ケーションおよび前記コントロールサービスの各プロセ
    スごとに、前記直接マップ領域の物理アドレスと前記仮
    想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アド
    レスとを対応付けたプロセッサ内のアドレス変換テーブ
    ルを書き換えることを特徴とする請求項１２乃至１６何
    れか一項記載のメモリ管理方法。
19. 【請求項１９】 前記アドレス変換段階は、前記プロセ
    ッサ内のアドレス変換テーブルのうち上書きの対象とな
    らない部分に、前記直接マップ領域の物理アドレスと前
    記仮想メモリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想
    アドレスとを対応付けることを特徴とする請求項１８記
    載のメモリ管理方法。
20. 【請求項２０】 前記アドレス変換段階は、前記仮想メ
    モリ領域上に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレス
    が連続しているとき、その仮想アドレスに対応する前記
    直接マップ領域の物理アドレスが連続するように、前記
    直接マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上
    に含まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付
    けることを特徴とする請求項１２乃至１９何れか一項記
    載のメモリ管理方法。
21. 【請求項２１】 前記アドレス変換段階は、複数のプロ
    セスが前記直接マップ領域を共有するように、前記直接
    マップ領域の物理アドレスと前記仮想メモリ領域上に含
    まれる直接マップ領域用の仮想アドレスとを対応付ける
    ことを特徴とする請求項１２乃至２０何れか一項記載の
    メモリ管理方法。
22. 【請求項２２】 前記仮想メモリ領域は、前記仮想記憶
    システムにより管理されるユーザプログラム領域および
    スタック領域と、前記仮想記憶システムにより管理され
    ない直接マップ領域とを有し、前記直接マップ領域が前
    記仮想メモリ領域のうち前記ユーザプログラム領域また
    はスタック領域として使用されない未使用領域に獲得さ
    れることを特徴とする請求項１４乃至２１何れか一項記
    載のメモリ管理方法。