JP2006178567A - メモリ管理システム - Google Patents

Abstract

【課題】 ファイルを高速にリードライト可能なメモリ管理システムを提供する。
【解決手段】 所定容量のブロック単位で管理される第１の記憶部１および第２の記憶部３間のファイル転送を行うＤＭＡ（不図示）を制御するＤＭＡＣ５と、第２の記憶部３にファイルを書き込む際、第２の記憶部３上の連続した空きブロックを取得する連続ブロック取得部１２０と、連続ブロック取得部１２０が取得した空きブロック毎にＤＭＡＣ５を起動する起動部１２４と、を備える。
【選択図】 図１

Description

本発明は、メモリ管理システムに関し、特に半導体メモリのメモリ管理システムに関する。

従来のメモリ管理システムとしては、たとえば特許文献１に記載されたものがある。同文献に記載された装置は、画像処理装置における半導体メモリなどの画像記憶部と、この記憶部とデータ転送を行うハードディスクドライブなどの大容量の記憶装置との間で行われるデータ転送時に、二次記憶装置の不良セクタの存在を推測し、その検知結果を基に記憶媒体の物理アドレスの連続性を判断し、高速転送を可能な連続領域を確保することができる。

この画像データのデータ転送には、ＤＭＡ（Direct Memory Access）を用いたメモリ制御方式を適用し、データ転送動作の開始タイミングを制御することにより記憶領域の利用率の向上、転送時間の短縮化を可能にしている。
特開２００３−１９８８１６号公報

一方、記憶装置間のファイル転送を管理するＦＡＴファイルシステムにおいては、記憶装置の記録媒体を予め決まっている小さな単位（クラスタ）、たとえば、ＦＡＴ１６であれば２^１６＝６５５３６個に分割して管理し、ＤＭＡＣ（ＤＭＡコントローラ）をクラスタサイズ以下、たとえば、４Ｋバイト以下で起動し、データ転送を行っていた。したがって、ファイルのリードまたはライト時には、ファイルサイズが大きいほど、ＤＭＡＣの起動回数が多くなることにより、転送速度が低下してしまう。

本発明は上記事情に鑑みてなされたものであり、その目的とするところは、ファイルを高速にリードまたはライト可能なメモリ管理システムを提供することにある。

本発明によれば、所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
前記半導体メモリからファイルを読み出す際、前記ファイルが書き込まれている前記半導体メモリ上の連続ブロックを取得する連続ブロック取得部と、
前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
を備えたことを特徴とするメモリ管理システムが提供される。

ここで、ＤＭＡ制御部は、ＣＰＵを介さず、メモリ間のデータ転送をバスを介して直接行うＤＭＡのコントローラである。半導体メモリは、たとえば、ＳＤＲＡＭなどであり、ＦＡＴファイルシステムで管理される。

この発明によれば、メモリからデータを読み出す際、ブロック単位でＤＭＡ制御部を起動するのではなく、できる限り連続したブロック毎にＤＭＡ制御部を起動することができるので、ブロック単位で起動する場合に比較して起動回数が減少し、ファイルをより高速にリード可能なメモリ管理システムが提供される。

上記メモリ管理システムにおいて、前記半導体メモリから読み出す前記ファイルのサイズを取得するサイズ取得部と、前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロックのブロック容量を算出する算出部と、前記ブロック容量が前記サイズより小さい場合、前記起動部によりまだ起動されていない前記ファイルの残サイズを算出するサイズ算出部と、前記残サイズが０になるまで前記起動部による前記ＤＭＡ制御部の起動を繰り返す繰り返し部と、を含むことができる。

本発明によれば、所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
前記半導体メモリにファイルを書き込む際、前記半導体メモリ上の連続した空きブロックを取得する空きブロック取得部と、
前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
を備えたことを特徴とするメモリ管理システムが提供される。

この発明によれば、メモリにデータを書き込む際、ブロック単位でＤＭＡ制御部を起動するのではなく、できる限り連続したブロック毎にＤＭＡ制御部を起動することができるので、ブロック単位で起動する場合に比較して起動回数が減少し、ファイルをより高速にライト可能なメモリ管理システムが提供される。

上記メモリ管理システムにおいて、前記半導体メモリに書き込むファイルの書込サイズを取得する書込サイズ取得部と、前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロックの容量を算出する算出部と、前記容量が前記書込サイズより小さい場合、前記起動部によりまだ起動されていない残サイズを算出するサイズ算出部と、前記残サイズが０になるまで前記起動部による前記ＤＭＡ制御部の起動を繰り返す繰り返し部と、を含むことができる。

本発明によれば、所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
前記半導体メモリからファイルを読み出す際、前記ファイルが書き込まれている前記半導体メモリ上の連続ブロックを取得する連続ブロック取得部と、
前記半導体メモリにデータを書き込む際、前記半導体メモリ上の連続した空きブロックを取得する空きブロック取得部と、
前記半導体メモリから前記データを読み出す際、前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動し、前記半導体メモリにデータを書き込む際、前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
を備えたことを特徴とするメモリ管理システムが提供される。

この発明によれば、メモリからデータを読み書きする際、ブロック単位でＤＭＡ制御部を起動するのではなく、できる限り連続したブロック毎にＤＭＡ制御部を起動することができるので、ブロック単位で起動する場合に比較して起動回数が減少し、ファイルをより高速にリードおよびライト可能なメモリ管理システムが提供される。また、ファイルのフラグメンテーションの発生を低減することができるので、半導体メモリの記憶領域を効率よく利用できるとともに、ファイルの断片化によるリード時のＤＭＡ制御部の起動回数の増加を抑制できるので、ファイルのリード時の速度が低下するのを防止することができる。

なお、以上の構成要素の任意の組合せ、本発明の表現を方法、装置、システム、記録媒体、コンピュータプログラムなどの間で変換したものもまた、本発明の態様として有効である。

本発明によれば、ファイルを高速にリードまたはライト可能なメモリ管理システムが提供される。

以下、本発明の実施の形態について、図面を用いて説明する。尚、すべての図面において、同様な構成要素には同様の符号を付し、適宜説明を省略する。

（第一の実施の形態）
図１は、本発明の実施の形態に係るメモリ管理システム１００を示す機能ブロック図である。本実施形態のメモリ管理システム１００は、所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ（第１の記憶部１および第２の記憶部３）間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部（ＤＭＡＣ５）と、半導体メモリ（第２の記憶部３）にデータを書き込む際、半導体メモリ上の連続した空きブロックを取得する空きブロック取得部（連続ブロック取得部１２０）と、空きブロック取得部が取得した空きブロック毎にＤＭＡ制御部を起動する起動部（起動部１２４）と、を備えたことを特徴とする。

なお、図１において、本発明の本質に関わらない部分の構成については省略してある。

また、メモリ管理システム１００の各構成要素は、任意のコンピュータのＣＰＵ、メモリ、メモリにロードされた本図の構成要素を実現するプログラム、そのプログラムを格納するハードディスクなどの記憶ユニット、ネットワーク接続用インタフェースを中心にハードウエアとソフトウエアの任意の組合せによって実現される。そして、その実現方法、装置にはいろいろな変形例があることは、当業者には理解されるところである。以下説明する各図は、ハードウエア単位の構成ではなく、機能単位のブロックを示している。

図１において、メモリ管理システム１００は、半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを含み、そのＤＭＡを制御するＤＭＡＣ５を備える。ＤＭＡＣ５は、第１の記憶部１に格納されているファイルを読み出し、第２の記憶部３に転送して、書き込むようＤＭＡを制御する。第１の記憶部１および第２の記憶部３は、特に限定されないが、たとえば、ＳＤＲＡＭなどの半導体メモリである。

メモリ管理システム１００は、ライト要求受付部１０２と、ライトサイズ取得部１０４と、ライトポインタ位置取得部１１０と、サイズ算出部１１２と、ＦＡＴ数算出部１１４と、連続ブロック取得部１２０と、判定部１２２と、起動部１２４と、残ライトサイズ算出部１２６と、を備える。

ライト要求受付部１０２は、ファイルのライト要求を受け付ける。このファイルのライト要求は、ユーザからの要求およびアプリケーションからの要求を含むことができる。ライトサイズ取得部１０４は、ライト要求受付部１０２が受け付けたライト要求されたファイルのサイズ（ライトサイズＢ）を取得する。

ライトポインタ位置取得部１１０は、最後に第２の記憶部３にファイルライトが行われた時のライトポインタ位置を取得する。サイズ算出部１１２は、ライトポインタ位置取得部１１０が取得したライトポインタ位置からその単位ブロック内の書き込み可能な領域の残サイズＥを算出する。ＦＡＴ数算出部１１４は、ライトサイズ取得部１０４が取得したライトサイズＢから必要なＦＡＴ数Ａを算出する。ここで、ＦＡＴ数Ａは下記の式（１）で求められる。

Ａ＝（Ｂ−Ｅ）／Ｃ＋１ ・・・（１）

ここで、Ｃは、単位ブロックサイズであり、たとえば、４Ｋバイトである。

連続ブロック取得部１２０は、第２の記憶部３にアクセスし、できる限り連続した書き込み可能な空き連続ブロックを取得し、その空きＦＡＴ数Ｄを取得する。判定部１２２は、連続ブロック取得部１２０が取得した空きＦＡＴ数Ｄから今回書き込み可能な空き領域のサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）を求め、ライトサイズＢが空き領域のサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）以下か否かを判定する。

起動部１２４は、今回書き込み可能な空き領域サイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）、または全部書き込み可能な場合はライトサイズＢで、ＤＭＡＣ５を起動する。残ライトサイズ算出部１２６は、既に書き込みが終了したサイズをライトサイズＢから差し引いて、未だ書き込まれていないライトサイズＢとして算出する。また、ブロック単位で書き込みが行われているので、このときのライトポインタ位置は、ブロックの末尾位置となるので、残サイズＥは０となる。

このように構成されたメモリ管理システム１００の動作について、以下に説明する。図２は、メモリ管理システム１００の動作の一例を示すフローチャートである。

まず、ライト要求受付部１０２がライト要求を受け付けると、ライトポインタ位置取得部１１０がライトポインタ位置を取得し、サイズ算出部１１２がライトポインタ位置からの単位ブロック内のライト可能な残サイズＥを算出する（Ｓ１１）。つづいて、ＦＡＴ数算出部１１４が、ライトサイズＢから必要ＦＡＴ数Ａを上述の式（１）により算出する（Ｓ１３）。

つづいて、連続ブロック取得部１２０が、第２の記憶部３にアクセスして連続空きブロックを取得し、その空きＦＡＴ数Ｄを取得する（Ｓ１５）。つづいて、判定部１２２が、ライトサイズＢが書き込み可能な空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）以下か否かを判定する（Ｓ１７）。

判定部１２２が、ライトサイズＢが書き込み可能な空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）以下であると判定した場合（Ｓ１７のＹＥＳ）、起動部１２４が、ライトサイズＢでＤＭＡＣ５を起動し、ライトサイズＢのファイルのデータを第２の記憶部３にライトさせる（Ｓ１９）。

一方、判定部１２２が、書き込み可能な空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）がライトサイズＢ未満であると判定した場合（Ｓ１７のＮＯ）、起動部１２４が、空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）でＤＭＡＣ５を起動し、空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）分のファイルのデータを第２の記憶部３にライトさせる（Ｓ２１）。

つづいて、残ライトサイズ算出部１２６が、ライトサイズＢから空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）を差し引いて、残りのライトサイズＢを算出するとともに、残サイズＥを０にセットし（Ｓ２３）、ステップＳ１３に戻る。

ステップＳ１３では、上述したように、残りのライトサイズＢから必要ＦＡＴ数Ａを算出し、上記の処理を繰り返し、最後、ライトサイズＢが空きサイズ（Ｃ×Ｄ＋Ｅ）以下になったとき（Ｓ１７のＹＥＳ）、起動部１２４が、ライトサイズＢでＤＭＡＣ５を起動し、ライトサイズＢのファイルのデータを第２の記憶部３にライトさせて本処理を終了する。

以上説明したように、本実施形態によれば、メモリにデータを書き込む際、ブロック単位でＤＭＡ制御部を起動するのではなく、できる限り連続したブロック毎にＤＭＡ制御部を起動することができるので、ブロック単位で起動する場合に比較して起動回数が減少し、ファイルをより高速にライト可能なメモリ管理システム１００が提供される。

（第二の実施の形態）
図３は、本発明の実施の形態に係るメモリ管理システム１００を示す機能ブロック図である。本実施形態のメモリ管理システム２００は、所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ（第１の記憶部１および第２の記憶部３）間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部（ＤＭＡＣ５）と、半導体メモリ（第２の記憶部３）からデータを読み出す際、データが書き込まれている半導体メモリ上の連続ブロックを取得する連続ブロック取得部（連続ブロック取得部２２０）と、連続ブロック取得部が取得した連続ブロック毎にＤＭＡ制御部を起動する起動部（起動部２２４）と、を備えたことを特徴とする。

図３において、メモリ管理システム２００は、半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを含み、そのＤＭＡを制御するＤＭＡＣ５を備える。ＤＭＡＣ５は、第２の記憶部３に格納されているファイルを読み出し、第１の記憶部１に転送するようＤＭＡを制御する。第１の記憶部１および第２の記憶部３は、特に限定されないが、たとえば、ＳＤＲＡＭなどの半導体メモリである。

メモリ管理システム２００は、リード要求受付部２０２と、リードサイズ取得部２０４と、リードポインタ位置取得部２１０と、サイズ算出部２１２と、ＦＡＴ数算出部２１４と、連続ブロック取得部２２０と、判定部２２２と、起動部２２４と、残リードサイズ算出部２２６と、を備える。

リード要求受付部２０２は、ファイルのリード要求を受け付ける。このファイルのリード要求は、ユーザからの要求およびアプリケーションからの要求を含むことができる。リードサイズ取得部２０４は、リード要求受付部２０２が受け付けたリード要求されたファイルのサイズ（リードサイズＢ'）を取得する。

リードポインタ位置取得部２１０は、最後に第２の記憶部３からファイルリードが行われた時のリードポインタ位置を取得する。サイズ算出部２１２は、リードポインタ位置取得部２１０が取得したリードポインタ位置からその単位ブロック内の読み込み領域の残サイズＥ'を算出する。ＦＡＴ数算出部２１４は、リードサイズ取得部２０４が取得したリードサイズＢ'から必要なＦＡＴ数Ａ'を算出する。ここで、ＦＡＴ数Ａ'は下記の式（２）で求められる。

Ａ'＝（Ｂ'−Ｅ'）／Ｃ'＋１ ・・・（２）

ここで、Ｃ'は、単位ブロックサイズであり、たとえば、４Ｋバイトである。

連続ブロック取得部２２０は、第２の記憶部３にアクセスし、読み込み可能な連続ブロックを取得し、その連続ＦＡＴ数Ｄ'を取得する。判定部２２２は、連続ブロック取得部２２０が取得した連続ＦＡＴ数Ｄ'から今回読み込み可能な連続ブロックのサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）を求め、リードサイズＢ'が連続ブロックのサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）以下か否かを判定する。

起動部２２４は、今回読み込み可能な連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）、または全部読み込み可能な場合は、リードサイズＢ'で、ＤＭＡＣ５を起動する。残リードサイズ算出部２２６は、既に読み込みが終了したサイズをリードサイズＢ'から差し引いて、未だ読み込まれていないリードサイズＢ'として算出する。また、ブロック単位で書き込みが行われているので、このときのリードポインタ位置は、ブロックの末尾位置となるので、残サイズＥ'は０となる。

このように構成されたメモリ管理システム２００の動作について、以下に説明する。図４は、メモリ管理システム２００の動作の一例を示すフローチャートである。

まず、リード要求受付部２０２がリード要求を受け付けると、リードポインタ位置取得部２１０がリードポインタ位置を取得し、サイズ算出部２１２がリードポインタ位置からの単位ブロック内のリード可能サイズＥ'を算出する（Ｓ３１）。つづいて、起動部２２４が、リードサイズＢ'から必要ＦＡＴ数Ａ'を上述の式（２）により算出する（Ｓ３３）。

つづいて、連続ブロック取得部２２０が、第２の記憶部３にアクセスして連続読み込み可能なブロックを取得し、その連続ＦＡＴ数Ｄ'を取得する（Ｓ３５）。つづいて、判定部２２２が、リードサイズＢ'が読み込み可能な連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）以下か否かを判定する（Ｓ３７）。

判定部２２２が、リードサイズＢ'が読み込み可能な連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）以下であると判定した場合（Ｓ３７のＹＥＳ）、起動部２２４がリードサイズＢ'でＤＭＡＣ５を起動し、リードサイズＢ'のデータを第２の記憶部３からリードさせる（Ｓ３９）。

一方、判定部２２２が、読み込み可能な連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）がリードサイズＢ'未満であると判定した場合（Ｓ３７のＮＯ）、起動部２２４が、連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）でＤＭＡＣ５を起動し、連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）分のファイルのデータを第２の記憶部３からリードさせる（Ｓ４１）。

つづいて、残リードサイズ算出部２２６が、リードサイズＢ'から連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）を差し引いて、残りのリードサイズＢ'を算出するとともに、残サイズＥ'を０にセットし（Ｓ４３）、ステップＳ３３に戻る。

ステップＳ３３では、上述したように、残りのリードサイズＢ'から必要なＦＡＴ数Ａ'を算出し、上記の処理を繰り返し、最後、リードサイズＢ'が連続ブロックサイズ（Ｃ'×Ｄ'＋Ｅ'）以下になったとき（Ｓ３７のＹＥＳ）、起動部２２４がリードサイズＢ'でＤＭＡＣ５を起動し、リードサイズＢ'のファイルのデータを第２の記憶部３からリードさせて本処理を終了する。

以上説明したように、本実施形態によれば、メモリからデータを読み出す際、ブロック単位でＤＭＡ制御部を起動するのではなく、できる限り連続したブロック毎にＤＭＡ制御部を起動することができるので、ブロック単位で起動する場合に比較して起動回数が減少し、ファイルをより高速にリード可能なメモリ管理システム２００が提供される。

以上、図面を参照して本発明の実施形態について述べたが、これらは本発明の例示であり、上記以外の様々な構成を採用することもできる。

たとえば、各実施形態において、ファイルのリードライトの両方の制御機能をメモリ管理システムが備えてもよい。この構成によれば、上述のメモリ管理システムによるファイルライトを行うことで、フラグメンテーションが発生を低減することができるので、半導体メモリの記憶領域を効率よく利用できるとともに、ファイルの断片化によるリード時のＤＭＡ制御部の起動回数の増加を抑制できるので、ファイルのリード時の速度が低下するのを防止することができる。

本発明の実施の形態に係るメモリ管理システムを示す機能ブロック図である。 図１のメモリ管理システムの動作の一例を示すフローチャートである。 本発明の実施の形態に係るメモリ管理システムを示す機能ブロック図である。 図３のメモリ管理システムの動作の一例を示すフローチャートである。

符号の説明

１ 第１の記憶部
３ 第２の記憶部
５ ＤＭＡＣ
１００ メモリ管理システム
１０２ ライト要求受付部
１０４ ライトサイズ取得部
１１０ ライトポインタ位置取得部
１１２ サイズ算出部
１１４ ＦＡＴ数算出部
１２０ 連続ブロック取得部
１２２ 判定部
１２４ 起動部
１２６ 残ライトサイズ算出部
２００ メモリ管理システム
２０２ リード要求受付部
２０４ リードサイズ取得部
２１０ リードポインタ位置取得部
２１２ サイズ算出部
２１４ ＦＡＴ数算出部
２２０ 連続ブロック取得部
２２２ 判定部
２２４ 起動部
２２６ 残リードサイズ算出部

Claims (5)

1. 所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
   前記半導体メモリからファイルを読み出す際、前記ファイルが書き込まれている前記半導体メモリ上の連続ブロックを取得する連続ブロック取得部と、
   前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
   を備えたことを特徴とするメモリ管理システム。
2. 請求項１に記載のメモリ管理システムにおいて、
   前記半導体メモリから読み出す前記ファイルのサイズを取得するサイズ取得部と、
   前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロックのブロック容量を算出する算出部と、
   前記ブロック容量が前記サイズより小さい場合、前記起動部によりまだ起動されていない前記ファイルの残サイズを算出するサイズ算出部と、
   前記残サイズが０になるまで前記起動部による前記ＤＭＡ制御部の起動を繰り返す繰り返し部と、
   を含むことを特徴とするメモリ管理システム。
3. 所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
   前記半導体メモリにファイルを書き込む際、前記半導体メモリ上の連続した空きブロックを取得する空きブロック取得部と、
   前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
   を備えたことを特徴とするメモリ管理システム。
4. 請求項３に記載のメモリ管理システムにおいて、
   前記半導体メモリに書き込むファイルの書込サイズを取得する書込サイズ取得部と、
   前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロックの容量を算出する算出部と、
   前記容量が前記書込サイズより小さい場合、前記起動部によりまだ起動されていない残サイズを算出するサイズ算出部と、
   前記残サイズが０になるまで前記起動部による前記ＤＭＡ制御部の起動を繰り返す繰り返し部と、
   を含むことを特徴とするメモリ管理システム。
5. 所定容量のブロック単位で管理される半導体メモリ間のファイル転送を行うＤＭＡを制御するＤＭＡ制御部と、
   前記半導体メモリからファイルを読み出す際、前記ファイルが書き込まれている前記半導体メモリ上の連続ブロックを取得する連続ブロック取得部と、
   前記半導体メモリにデータを書き込む際、前記半導体メモリ上の連続した空きブロックを取得する空きブロック取得部と、
   前記半導体メモリから前記データを読み出す際、前記連続ブロック取得部が取得した前記連続ブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動し、前記半導体メモリにデータを書き込む際、前記空きブロック取得部が取得した前記空きブロック毎に前記ＤＭＡ制御部を起動する起動部と、
   を備えたことを特徴とするメモリ管理システム。
   

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