JP5352284B2 - メモリ管理システム、電子機器及びメモリ管理プログラム - Google Patents
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図1(A)は、従来のメモリ管理システムにおけるアドレス空間での実メモリの割り当てに関する説明図である。従来は、アドレス空間を単一のパーテーションとして区切り、これら単一のパーテーションをメモリ管理のAPI(Application Program Interface)によって、実メモリの割り当て(malloc())、解放(free())を行っていた。このようなメモリ管理の下では、実メモリの割当・解放を繰り返した結果として、図2(A)から図2(B)に示すように使用中、未使用中のアドレス空間が分散してフラグメンテーションを発生し、実メモリ内のデータ移動処理を行わなければ連続的な大容量の実メモリ空間を確保することができない。しかし、実メモリ内のデータ移動処理には時間がかかり、データ移動中は実メモリの使用が大きく制限されるため、画像形成装置などのリアルタイム処理が必要な電子機器では非常に問題となる。
図4は、本発明の実施例に係わるメモリ管理システムの機能ブロック図である。
この上限閾値による物理パーテーションの割当を禁止する方法により、メモリの割当が必要になった場合には、他の物理パーテーションからの割当を行う。
さらに詳細にソフトウェア構成について図17のソフトウェア構成図を用いて説明する。
図5を用いて変換テーブルについて説明する。
次に、未使用領域のフラグメンテーション率による再割当の禁止・許可の動作について詳細に説明する。
本発明の目的は、アプリケーションがメモリを使用中にパーテーション内で発生するフラグメンテーションを効率的に解消することである。
以下、図12を利用して論理アドレスから物理アドレスへの変換方法を説明する。アプリケーション(ID=2)が論理アドレス0x1234を先頭アドレスとするメモリ領域を解放する場合を考える。始めに、メモリ管理システムの「変換プログラム」は、変換テーブルを参照する。
以下、図12を利用して物理アドレスから論理アドレスへの変換方法を説明する。アプリケーション(ID=2)が物理アドレス0x5734を先頭アドレスとするメモリ領域を確保(割当)した場合を考える。
以下に、「論理アドレス」を使用した「割当」、「解放」、「一括解放」の例を示す。
void *malloc( int id, size_t size ) (注)戻り値は、論理アドレス
「解放」の例
void free( int id, void *pointer ) (注)pointer は、論理アドレス
「一括解放」の例
void free_all( int id )
上記の動作を行う際には以下の点に注意する。
次に実際の動作の流れについて、フローチャートを用いて説明する。
本発明実施例のメモリ管理システムにより、以下のことが可能となる。
M13 変換テーブル
M17 物理パーテーション管理部
M19 変換部
M21 論理パーテーション管理部
200 メモリマネージメント初期化部
201 変換テーブル管理部(物理パーテーション管理部、論理パーテーション管理部)
211 パーテーション管理部
213 パーテーションサイズ管理部
215 アドレス(物理・論理)管理部
217 ID管理部
219 フラグ(待機・停止)管理部
221 アドレス変換部(変換部)
231 物理アドレスから論理アドレスへの変換部
233 論理アドレスから物理アドレスへの変換部
241 メモリ統計情報管理部(物理パーテーション管理部)
251 メモリ使用ブロック数の管理部
253 メモリ使用バイト数の管理部
255 パーテーションの閾値チェック部
257 閾値種別管理部
261 MCB管理部
271 malloc()処理部
273 free()処理部
Claims (7)
- 論理アドレス空間においてアプリケーションが使用する仮想メモリの割当と解放を管理する論理パーテーション管理部と、
物理アドレス空間において実メモリを小サイズ毎のマイクロパーテーションに切り分けて前記実メモリの割当と解放を管理する物理パーテーション管理部と、
前記論理アドレス空間と前記物理アドレス空間との間のアドレス変換を行う変換部とを有し、
前記物理パーテーション管理部は、マイクロパーテーションのフラグメンテーション率を監視して当該フラグメンテーション率が所定の上限閾値を超えたマイクロパーテーションに対するメモリの割当を禁止し、メモリの割当を禁止したフラグメンテーション率が所定の上限閾値を超えたマイクロパーテーションの当該フラグメンテーション率が所定の下限閾値を下回った場合には、再度のメモリの割当を許可する、
ここで、フラグメンテーション率(%)={[フラグメント数]/([マイクロパーテーション数]−1)}×100とする、
ことを特徴とするメモリ管理システム。 - 請求項1のメモリ管理システムであって、
前記物理パーテーション管理部は、前記メモリの割当を禁止したフラグメンテーション率が所定の上限閾値を超えたマイクロパーテーションの当該フラグメンテーション率が所定の下限閾値を下回った場合には、再度のメモリの割当を許可する
ことを特徴とするメモリ管理システム。 - 請求項1又は2のメモリ管理システムであって、
前記変換部は、前記論理アドレス空間と前記物理アドレス空間とを関連付ける変換テーブルを生成又は消去する
ことを特徴とするメモリ管理システム。 - 請求項1から3のいずれかのメモリ管理システムであって、
前記論理パーテーション管理部は、前記仮想メモリの割当をアプリケーション毎に連続した論理アドレス空間に確保する
ことを特徴とするメモリ管理システム。 - 請求項1から4のいずれかのメモリ管理システムであって、
前記物理パーテーション管理部は、ハードウェア依存によるアクセス領域を固定領域とし、前記論理パーテーション管理部からの前記アプリケーションによる仮想メモリ割当に対して、前記固定領域には割当を行わない
ことを特徴とするメモリ管理システム。 - 請求項1から5のいずれかのメモリ管理システムを有する
ことを特徴とする電子機器。 - コンピュータに、
論理アドレス空間においてアプリケーションが使用する仮想メモリの割当と解放を管理する論理パーテーション管理機能と、
物理アドレス空間において実メモリを小サイズ毎のマイクロパーテーションに切り分けて前記実メモリの割当と解放を管理する物理パーテーション管理機能と、
前記論理アドレス空間と前記物理アドレス空間との間のアドレス変換を行う変換機能とを実現させ、
前記物理パーテーション管理機能は、マイクロパーテーションのフラグメンテーション率を監視して当該フラグメンテーション率が所定の上限閾値を超えたマイクロパーテーションに対するメモリの割当を禁止し、メモリの割当を禁止したフラグメンテーション率が所定の上限閾値を超えたマイクロパーテーションの当該フラグメンテーション率が所定の下限閾値を下回った場合には、再度のメモリの割当を許可する、
ここで、フラグメンテーション率(%)={[フラグメント数]/([マイクロパーテーション数]−1)}×100とする、
ことを特徴とするメモリ管理プログラム。
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