JPH02140825A - プログラムの再配置処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔概　要〕 プログラムの再配置処理方法、特にページング方式のメ
モリ管理機構を持つコンピュータシステムに必要な動作
プログラムの生成におけるオブジェクトプログラムの結
合処理をする方法に関し、該オブジェクトプログラムの
結合処理をするリンケージエディタのメモリ領域に、物
理空間割り付けテーブルの他に、論理空間割り付けテー
ブルを設け、論理アドレス値と物理アドレス値とを用い
てその再配置をすることを目的とし、複数の再配置可能
形式のプログラムファイルからプログラムの割り付けア
ドレス値を抽出し、前記抽出された割り付けアドレス値
を、論理空間割り付けテーブルと、該論理空間割り付け
テーブルに対応する物理空間割り付けテーブルに登録し
、前記登録された割り付けアドレス値から論理空間割り
付けテーブルの論理アドレス値と、物理空間割り付けテ
ーブルの物理アドレス値とを決定し、前記物理空間割り
付けテーブルの物理アドレスを実行形式のプログラムフ
ァイルのプログラムの割り付けアドレス値とし、前記プ
ログラムの割り付けアドレス値に対応する論理空間割り
付けテーブルのメモリデータの決定をし、前記複数の再
配置可能形式のプログラムファイルを一つの実行形式の
プログラムファイルに結合処理をすることを含み構成す
る。

〔産業上の利用分野］ 本発明は、プログラムの再配置処理方法に関するもので
あり、更に詳しく言えばページング方式のメモリ管理機
構を持つコンピュータシステムに必要な動作プログラム
の生成におけるオブジェクトプログラムの結合処理をす
る方法に関するものである。

近年、コンピュータシステムの高機能化に伴い、該コン
ピュータシステムの実行形式のプログラムは、複数のオ
ブジェクトプログラム（再配置可能形式のプログラム）
をリンケージエディタと呼ばれるソフトウェア上のプロ
グラムを使用して、結合処理がなされている。

しかし、コンピュータの記憶装置のメモリ領域をページ
と称する適当な大きさの単位に分け、このページを単位
として、記憶場所の割り付けやプログラムの書き込み、
転送を行うベージング方式では、プログラム側から見た
アドレス値、すなわち論理アドレス値と、ハードウェア
上のアドレス値、すなわち物理アドレス値とが同一でな
い場合がある。

このため、複数の論理空間上のプログラムの結合処理を
する場合、論理アドレスの重なりが生じ、論理アドレス
をハードウェア上の物理アドレス上に配置できないとい
う問題がある。

そこで、該論理アドレスの重なりを生じても、実行形式
のプログラムを正確に生成することができるプログラム
の再配置処理方法の要求がある。

第９，１０図は、従来例に係る説明図である。

第９図は、従来例のプログラムの再配置処理方法に係る
説明図である。

図において、■は直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）で
あり、ソースプログラムをコンパイル又はアセンブルし
た複数の再配置可能形式のプログラム５ａ〜５ｃを記憶
するものである。

２は中央演算装置、３はプログラムがアドレス値の割り
付けの制御をする端末機器、４はデイスプレィである。

６はリンケージエディタのメモリテーブルであり、７は
物理空間割り付けテーブルである。８は実行形式のプロ
グラムである。

これ等により、ソフトウェア上のリンケージエディタに
よるプログラムの再配置処理手段を構成する。

ここで、実行形式のプログラム８は、次の過程を経て生
成される。まず、リンケージエディタのりロケーション
機能を利用して、中央演算装置２により、直接、アクセ
ス記憶装置１からコンピュータシステムの動作プログラ
ムに必要な再配置可能形式のプログラム５ａ〜５０等の
読み出し処理をする。

次にプログラムは端末ｉ器３やデイスプレィ４を操作し
て、リンケージエディタのメモリテーブル内の物理空間
割り付けテーブルに物理アドレス値割り付け作業をする
。この時、言語処理プログラムによって指定された外部
参照名や、オブジェクト内のオペランドアドレスや、メ
モリマツブト入出力ポートなど、絶対アドレスへの変換
が必要な箇所に対し、絶対アドレスを算出してその設定
を行う。

これにより、再配置可能形式のプログラム５ａ〜５０等
が編集結合処理されて、１つの実行形式のプログラム８
が生成される。

第１０図は従来例に係るプログラム再配置処理方法の問
題点を説明する図であり、同図（ａ）はベージング方式
のメモリ管理機構を示している。

図において、９ａは比較的小容量の高速メモリを用いた
主記憶、９ｂはページレジスタ、１０は大容量の磁気デ
ィスク等を用いた二次記憶装置である。

これ等により、ユーザからはあたかも高速・大容量の主
記憶が具備されているように見えるページング方式の仮
想記憶装置を構成する。

なお、仮想記憶（ν１ｒｔｕａｌ　Ｍｅ＋＋ｏｒｙ）の
原理は、例えば固定長のページという大きさでプログラ
ムを分割して二次記憶装置１　ｔ　ｏに格納する方法に
ついて説明すれば、次のようになる。

まず、プログラムをディスク上に、ある大きさ単位（ペ
ージ（Ｐａｇｅ）と呼ぶ）に分割して蓄えておく。そし
て、プログラムは、ページを単位として主記憶９ａにロ
ードされ、そこで、プログラムが実行される。このとき
、プログラムには主記憶９ａより大きな物理アドレスＡ
ＤＤ、が存在しうるが、その物理アドレスＡＤＤ、をペ
ージ番号Ｐｉとページ内アドレスとに分けて考える。ペ
ージ番号ＰＩは、ディスク上のページ位置を表すことに
する。コンピュータには、主記憶９ａ上にロードされて
いるページが二次記憶装置１０の何ページにあるかを保
持しているページレジスタ９ｂが設けられている。そし
て、プログラムを実行していく途中で、参照される論理
アドレスＡＤＤ。

（プログラム上で使われる大きなアドレス）の入ってい
るページが、主記憶９ａ上にすでにロードされているか
どうかを調べる。もし入っていないときは、不要なペー
ジを主記憶９ａから二次記憶装置１０へと移し、必要と
されているページを二次記憶装置１０から主記憶９ａヘ
ロードする（スワツピング（Ｓｈａｐｐｉｎｇ）　と呼
ぶ）。

以上がバーチャルメモリの原理である。

これによりページング方式のメモリ管理機構のコンピュ
ータシステムが、複数の論理的な空間を認識し、それぞ
れの論理的な空間において、別々のプログラムを動作さ
せることができる。

同図（ｂ）は、再配置可能形式のプログラムＡとＢとを
、物理空間割り付けテーブルに配置した状態を示してい
る。

図において、再配置可能形式のプログラムＡは物理空間
割り付けテーブル７に登録され、先頭番地となる物理ア
ドレス値「０］番地が書き込まれる。同様に再配置可能
形式のプログラムＢの物理アドレスｋｌ！１０００番地
が書き込まれ、それらのメモリデータが決定される。

同図（ｃ）は、プログラムの再配置処理中に論理アドレ
ス値に未決定部分が生じた場合を示している。

図において、９Ｃは、論理アドレス値の未決定部分であ
る。一般に、再配置可能形式のプログラムＡ、Ｂの先頭
番地は常にＯ番地から開始されるので、該プログラムＡ
の長さを１０００とすればプログラムＢの物理空間割り
付けテーブルにおける先頭番地は１０００となる。

しかし、プログラムＡに対して、例えば論理アドレス値
の修正をしてプログラムＡの内容を増加すると、その結
果プログラムＢの先頭番地が１０００でなく、１１００
になる場合が生ずることがある。これにより、論理アド
レス値の未決定部分９Ｃが物理アドレスに割り付け出来
ない状態が発生する。

〔発明が解決しようとする課題〕

従って、第１０図（ａ）に示すようにページング方式の
メモリ管理機構をもつコンピュータシステムに使用され
る実行可能な動作プログラムの場合、プログラム側から
見たアドレス値、すなわち、論理アドレス値ＡＤＤ、と
ハードウェア上のアドレス値、すなわち物理アドレス値
ＡＤＤ２が同一でない場合がある。

また、該コンピュータシステムの動作プログラムに割り
当てられた論理アドレス値ＡＤＤＩ　は、個りの論理空
間において、同一の論理アドレス値Ａ　Ｄ　Ｄ　ｌをも
つものが存在する。例えば、第１０図（ｂ）において、
再配置可能形式のプログラムＡの論理アドレス値がＯか
ら開始し、９９９番が最終値になるのに対して、同様に
プログラムＢの論理アドレス値がＯから開始し、９９９
番地で終了するような場合である。

従って、複数の論理空間上の再配置可能形式のプログラ
ムＡやＢ等の編集、結合処理をする場合、プログラムへ
の論理アドレス値Ｏ〜９９９番地とブログラムＢの論理
アドレス値との重なりが生じ、その結果、実行形成のプ
ログラムファイル内のメモリデータをハードウェア上の
物理アドレスに正しく配置できないという問題がある。

本発明は、かかる従来例の問題点に鑑み創作されたもの
であり、オブジェクトプログラムの結合処理をするリン
ケージエディタのメモリ領域に、物理空間割り付けテー
ブルの他に、論理空間割り付けテーブルを設け、論理ア
ドレス値とアドレス値とを用いてその再配置をすること
を可能とするプログラムの再配置処理方法の提供を目的
とする。

間割り付けテーブルの論理アドレス値と、物理空間割り
付けテーブルの物理アドレス値とを決定し、前記物理空
間割り付けテーブルの物理アドレスを実行形式のプログ
ラムファイルのプログラムの割り付けアドレス値とし、 前記プログラムの割り付けアドレス値に対応する論理空
間割り付けテーブルのメモリデータの決定をし、 前記複数の再配置可能形式のプログラムファイルを一つ
の実行形式のプログラムファイルに結合処理をすること
を特徴とし、上記目的を達成する。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は、本発明のプログラムの再配置処理方法に係る
原理図を示している。

その方法は、前記抽出された割り付けアドレス値を、論
理空間割り付けテーブルと、該論理空間割り付けテーブ
ルに対応する物理空間割り付けテーブルに登録し、 前記登録された割り付けアドレス値から論理学〔作用〕 本発明によれば、複数の再配置可能形式のプログラムフ
ァイルの割り付けアドレス値は個々の論理空間割り付け
テーブルと、それに対応する物理空間割り付けテーブル
とに登録されている。

このため、例えば、再配置可能形式のプログラムのメモ
リ内容が増加されて、論理アドレス値が変更された場合
、個々の論理空間割り付けアドレス値が固定してから論
理アドレス値が決定され、同時にそれに対応する物理ア
ドレス値を決定することができる。

また、複数の再配置可能形式のプログラムファイルに同
番地の論理アドレス値が存在しても、割り付けアドレス
値、プログラムサイズ及びプログラム名は、論理空間割
り付けテーブルに全て並べられる。このため、論理空間
割り付けテーブルから論理空間割り付けアドレス値（論
理アドレス値）が決定され、それに対応する物理空間割
り付けテーブルから物理空間割り付けアドレス値（物理
アドレス値）が決定される。

これにより、物理空間割り付けテーブルの物理アドレス
値を各プログラムファイルのプログラムの割り付けアド
レス値とし、かつ論理空間割り付けテーブルのメモリー
データを結合処理した実行形式のプログラムファイルを
生成することが可能となる。

〔実施例〕

次に図を参照しながら本発明の実施例について説明をす
る。

第２〜８図は、本発明の実施例にかかるプログラムの再
配置処理方法を説明する図であり、第２図は、本発明の
実施例のプログラムの再配置処理方法に係る構成図を示
している。

図において、ｌｌａ、Ｉｌｂ、ｌｌｃは再配置可能形式
のプログラム（Ｒｅｌｏｃａｔａｂｌｅ　０ｂｊｅｃｔ
　１Ｉｌｏｄｕｌｅ）ファイルである。これは、アセン
ブラから出力された機械語命令のアドレス部を一時的な
相対（！（Ｏから開始するもの）に設定しておき、メモ
リ内に割り付けるときに、最終的なアドレスに変換する
ように作成された目的（Ｏｂｊｅｃｔ）プログラムであ
る。

１２はリンケージエディタであり、第９図に示すホスト
コンピュータ及び直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）等
で構成されるソフトウェア上のプログラム編集機能を有
している。

例えば、リンケージエディタ１２は別々にコ−ディング
され、コンパイル又はアセンブルされた複数の再配置可
能形式のプログラム（Ａ）、（Ｂ）（Ｃ）を編集結合処
理してメモリ上ヘロードする際に、絶対アドレスを与え
て実行形式のプログラム（ａｂｓｏｌｕｔｅ　ｏｂｊｅ
ｃｔ　ａｏｄｕ！ｅ）ファイル１３を生成するリンク機
能を有している。

なお、リンケージエディタ１２にはリンク機能の他に、
リロケーション機能、リスティング機能。

オブジェクト作成機能及びライブラリサーチ機能を有し
ている。

１３は実行形式のプログラムファイルであり、コンピュ
ータシステムを動作させることができる実行可能プログ
ラムである。なお、本発明の実施例では、実行可能プロ
グラムに基づいて、ＲＯＭ（読み出し専用記憶装置）化
される。

第３図は、本発明の実施例の再配置可能形式のプログラ
ムファイルに係る説明図である。

図において、２１ａ〜２１ｄは再配置可能形式のプログ
ラムファイルに格納された割り付けアドレス値である。

２２ａ〜２２ｄはメモリデータ。

２３ａ〜２３ｄは再配置情報であり、Ａ−Ｄはプログラ
ム名をそれぞれ示している。

第４図は、本発明の実施例の論理空間割り付けテーブル
に係る説明図である。

図において、３０は論理空間割り付けテーブルであり、
リンケージエディタ１２のメモリ領域に割り付けたメモ
リテーブルである。論理空間割り付けテーブル３０の設
置目的は、後述の通りである。すなわち、論理空間の論
理アドレスを決定する際に、再配置可能形式のプログラ
ムファイルの割り付けアドレス値を一時的に書き込み処
理をして、割り付けアドレス値の増減等の修復処理をす
る場合。等の割り付け処理を制御したり、その割り付け
状態を監視するためである。

また、本発明の実施例では、論理空間割り付けテーブル
３０は論理空間の数と同数設けられている。３１は論理
空間割り付けアドレス値であり、各再配置可能形式のプ
ログラムファイルのｌｌａ〜ｌｌｃの先頭番号「０」番
地が登録されている。

３２はプログラムサイズであり、本発明の実施例では各
プログラムサイズ共に１０００の場合を示している。３
３はプログラム名称であり、Ａ−Ｄが書き込まれている
。

第５図は、本発明の実施例の物理空間割り付けテーブル
に係る説明図である。

図において、４０は物理空間割り付けテーブルであり、
リンケージエディタ１２のメモリ領域に割り付けられた
メモリテーブルである。物理空間割り付けテーブル４０
は、ハードウェア上の物理空間に対するメモリデータの
割り付け処理制御したり、その割り付け状態を監視する
ために設けられている。なお、論理空間割り付けテーブ
ル３０と対応して設けられている。

４１は物理空間割り付けアドレス値、４２はプログラム
サイズ及び４３はプログラム名称をそれぞれ示している
。

ここで、物理空間割り付けアドレス値４１は、プログラ
ム名称Ａについて先頭番地である０番地が登録され、Ｂ
について１０００番地が登録され、Ｃについて２０００
番地が登録され、Ｄについて３０００番地が登録されて
いる。なお、プログラムサイズ４２及びプログラム名称
４３は論理空間割り付けテーブル３０と同じものが登録
されている。

第６図は、本発明の実施例の実行形式のプログラムファ
イルに係る説明図である。

図において、５０は実行形式のプログラムファイルであ
り、再配置可能形式のプログラムファイルＡ−Ｄを編集
・結合処理して得られたマシン上で実行可能なプログラ
ムである。なお、その編集・結合処理方法については、
第７図のフローチャートにおいて詳述する。

５１は、プログラムＡの割り付けアドレス値（絶対アド
レス値）で、「０」番地を示し、５２はプログラムＢの
割り付けアドレス値（絶対アドレス値）で、ｒｌｏｏｏ
」番地を示し、５３はプログラムＣの割り付けアドレス
値（絶対アドレス値）で、ｒ　２０００　Ｊ番地を示し
、５４はプログラムＤの割り付けアドレス値（絶対アド
レス値）で、ｒ　３０００　Ｊ番地をそれぞれ示してい
る。

また、２２ａ〜２２ｄはそれぞれの割り付けアドレス値
に対応するメモリデータである。

第７図は、本発明の実施例のプログラム再配置処理方法
に係るフローチャートを示している。

例えば、第３図に示す再配置可能形式のプログラムファ
イルＡ−Ｄを編集・結合処理して、第６図に示す１つの
実行形式のプログラムファイル５０を生成する場合につ
いて説明をする。

図において、まず、ステップＰ、で再配置可能形式のプ
ログラムファイルＡ−Ｄより、割り付けアドレス値２１
ａ〜２１ｄ、プログラムサイズ３２、プログラム名称３
３を得る。

次に、ステップＰ２で、各再配置可能形式のプログラム
ファイルの割り付けアドレスｔ！２１ａ〜２１ｄを論理
空間割り付けテーブル３０に登録をする。このとき、論
理空間割り付けアドレス値３１は、その先頭番地が「０
」番地、各プログラムサイズはｔｏｏｏ、プログラム名
称はＡ−Ｄが論理空間割り付けテーブルにそれぞれ書き
込まれる。

同時にステップＰ、で、対応する物理空間割り付けテー
ブル４０に物理空間割り付けアドレス値を登録する。こ
のとき、物理空間割り付けアドレス値４１はｒ　ＯＪ　
、　　ｒ’１ｏ００」、　　ｒ２０００」、　　ｒ３０
００Ｊ番地、各プログラムサイズは１０００．プログラ
ム名称は八〜Ｄとなり、それぞれが物理空間割り付けテ
ーブル４０に書き込まれる。

次いで、ステップＰ４で入力ファイル終了か否かの判断
をする。ここで入力ファイルの登録処理が終了していな
い場合（ＮＯ）にはステップＰ。

に移行して、先のステップＰ、〜Ｐ３の内容を再度繰り
返す。入力ファイル終了の場合（ＹＥＳ”）には、ステ
ップＰ、に移行する。

ステップＰ、では、個々の論理空間に対して、論理空間
割り付けテーブルの割り付けアドレス値（論理アドレス
値）の決定をする。この時、再配置可能形式のプログラ
ムファイルのメモリ内容を増加したり、再配置した場合
プログラムの未解決部分があれば修復をする。これに対
応する物理空間割り付けテーブルの物理空間割り付けア
ドレス値も修復する。

次いで、ステップＰ、で、決定処理について全テーブル
終了か否かの判断する。ここで、全テーブル終了しない
場合（Ｎｏ）には、ステップＰ。

に戻って再度ステップＰ、の処理内容を繰り返す。

全テーブル終了の場合（ＹＥＳ）には、ステップＰ７に
移−行する。

ステップＰ７では、物理空間に対して物理空間割り付け
テーブル４０の物理空間割り付けアドレス値（物理アド
レス（ｌｉりを決定する。

次に、ステップＰ、で、決定処理について終了か否かの
判断をする。ここで、終了しない場合（ＮＯ）にはステ
ップＰ？に戻って再度ステップＰ？の処理内容を繰り返
す。終了の場合（ＹＥＳ）にはステップＰ、に移行する
。

ステップＰ、では、物理空間割り付けテーブル４０の割
り付けアドレス情報より、実行形式のプログラムファイ
ル５ｏのプログラムの割り付けアドレス値を得る。ここ
で、プログラムＡに対して物理アドレス値は「０」、プ
ログラムＢに対して物理アドレス値はｒｌｏｏＯＪ　、
プログラムＣに対して、物理アドレス値はｒ２０００．
　、プログラムＤに対して物理アドレス値はｒ　３００
０　Ｊ番地となる。

次に、ステップＰＩ＋１で、プログラムのメモリデータ
に対して、論理空間割り付けテーブル３０の割り付けア
ドレス情報を使用して、メモリデータ２２の決定を行う
。ここで、プログラムＡに対してメモリデータ２２ａ、
プログラムＢに対してメモリデータ２２ｂ、プログラム
Ｃに対してメモリデータ２２ｃ、プログラムＤに対して
メモリデータ２２ｄがそれぞれ決定される。

これにより、第６図に示す実行形式のプログラムファイ
ル５０を生成することができる。

なお、本発明の実施例では、さらにステップＰ、に移行
して、論理アドレス値と物理アドレス値との対応を示す
アドレス変換テーブルを形成する。このときのアドレス
変換テーブルを、第８図に示している。

そして、ステップｐ＋ｚで、再配置処理の終了か否かの
判断をする。ここで、処理が終了しない場合（ＮＯ）に
は、ステップＰ９に戻り再度ステップＰ、〜ｐＨを繰り
返す、処理終了の場合（ＭＥＳ）には、プログラムの再
配置処理を終了する。

第８図は、本発明の実施例に係るアドレス変換テーブル
の説明図である。

図において６０はアドレス変換テーブルであり、ページ
ング方式のメモリ管理機構を持つコンピュータシステム
のプログラム動作に必要なメモリテーブルである。６１
は物理アドレス値であり、例えば’１００ＯＪ　、　　
’４０００Ｊ　、　　ｒ５０００」、　　ｒ６０００」
番地からなる飛び飛びの番地になる。また、６２は物理
アドレス値にそれぞれ対応する論理アドレス値であり、
例えばｒ　ＯＪ　、　　ｒｌｏｏｏＪ、　　ｒ２０００
」。

ｒ　３０００　Ｊ番地からなる連続番号となる。

ここで、仮想記憶において、アドレス変換機構は、仮想
アドレス（論理アドレス値）と実アドレス（物理アドレ
ス値）との対応関係を示すアドレス変換テーブル６０に
より、変換要求時に該アドレス変換テーブル６０が探索
され、仮想アドレスを実アドレスに変換するもである。

これにより、高機能を実現するコンピュータの巨大プロ
グラムを作成することができる。

このようにして、複数の再配置可能形式のプログラムフ
ァイルＡ−Ｄの割り付けアドレス値２１８〜２１ｄは、
個々の論理空間割り付けテーブル３０と、それに対応す
る物理空間割り付けテーブル４０とに登録されている。

このため、例えば再配置可能形式のプログラムＡ−Ｄの
メモリ内容が増加されて、論理空間割り付けテーブル３
０の論理空間割り付けアドレス値３１が変更された場合
、個りの論理空間割り付けアドレス値が固定してから論
理アドレス値３１が決定され、同時にそれに対応する物
理アドレス値４１が決定される。

また、複数の再配置可能形式のプログラムファイルＡ−
Ｄに同番地の論理アドレス値（例えば「０」番地）が存
在しても、割り付けアドレス値２１ａ〜２１ｄ、プログ
ラムサイズ３２及びプログラム名称３３は、論理空間割
り付けテーブル３０に全て並べられる。

このため、論理空間割り付けテーブル３０で論理空間割
り付けアドレス値（論理アドレス値）３１が決定され、
その後にそれに対応する物理空間割り付けテーブル４０
で物理空間割り付けアドレス値（物理アドレス値）４１
が決定される。

これにより、物理空間割り付けテーブル４０の物理アド
レス値４１を各プログラムファイルＡ〜Ｄのプログラム
の割り付けアドレス値５１〜５４とし、かつ論理空間割
り付けテーブル３０のメモリーデータ２２ａ〜２２ｄを
結合処理した実行形式のプログラムファイル５０を生成
することが可能となる。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明によれば、リンケージエディ
タの論理空間割り付けテーブルの論理アドレス値と、物
理空間割り付けテーブルの物理アドレス値とを用いて、
複数の再配置可能形式のプログラムファイルを１つの実
行形式のプログラムファイルに再現性良く生成すること
ができる。

このため、ページング方式のメモリ管理機構をもつコン
ピュータ等の巨大なプログラムを作成すること、及び該
プログラム開発時の処理効率の向上を図ることが可能と
なる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明のプログラム再配置処理方法に係る原
理図、 第２図は、本発明の実施例のプログラムの再配置処理方
法に係る構成図、 第３図は、本発明の実施例の再配置可能形式のプログラ
ムファイルに係る説明図、 第４図は、本発明の実施例の論理空間割り付けテーブル
に係る説明図、 第５図は、本発明の実施例の物理空間割り付けテーブル
に係る説明図、 第６図は、本発明の実施例の実行形式のプログラムファ
イルに係る説明図、 第７図は、本発明の実施例のプログラムの再配置処理方
法に係るフローチャート、 第８図は、本発明の実施例に係るアドレス変換テーブル
の説明図、 第９図は、従来例のプログラムの再配置処理方法に係る
説明図、 第１０図は、従来例に係るプログラムの再配置処理方法
の問題点を説明する図である。 （符号の説明） ５　ａ〜５　ｃ、　　１１　ａ〜ｌ　１　ｃ、　Ａ−Ｄ
・・・再配置可能形式のプログラムファイル、 １２・・・リンケージエディタ、 ８．１３．５０・・・実行形式のプログラムファイル、
２１ａ〜２１ｄ・・・割り付けアドレス値、２２ａ〜２
２ｄ・・・メモリデータ、 ２３ａ〜２３ｄ・・・再配置情報、 ３０・・・論理空間割り付けテーブル、ＡＤＤ、、３１
．６２・・・論理空間割り付けアドレス値（論理アドレ
ス値）、 ３２．４２・・・プログラムサイズ、 ３３．４３・・・プログラム名称、 ７．４０・・・物理空間割り付けテーブル、ＡＤＤｔ、
４１．６１・・・物理空間割り付けアドレス値（物理ア
ドレス値）、 ５１〜５４・・・各プログラムの割り付けアドレス値（
絶対アドレス値）、 ６０・・・アドレス変換テーブル、 １・・・直接アクセス記憶装置、 ２・・・中央演算装置、 ３・・・端末機器、 ４・・・デイスプレィ、 ６・・・リンケージエディタのメモリ ９ａ・・・主記憶、 ９ｂ・・・ページレジスタ、 ９Ｃ・・・未決定部分、 １０・・・二次記憶装置、 Ｐ　ｔ、Ｐ、　〜Ｐｎ・−・ページ番号、ｄ・・・ペー
ジ内アドレス。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数の再配置可能形式のプログラムファイルからプログ
   ラムの割り付けアドレス値を抽出し、前記抽出された割
   り付けアドレス値を、論理空間割り付けテーブルと、該
   論理空間割り付けテーブルに対応する物理空間割り付け
   テーブルに登録し、 前記登録された割り付けアドレス値から論理空間割り付
   けテーブルの論理アドレス値と、物理空間割り付けテー
   ブルの物理アドレス値とを決定し、前記物理空間割り付
   けテーブルの物理アドレスを実行形式のプログラムファ
   イルのプログラムの割り付けアドレス値とし、 前記プログラムの割り付けアドレス値に対応する論理空
   間割り付けテーブルのメモリデータの決定をし、 前記複数の再配置可能形式のプログラムファイルを一つ
   の実行形式のプログラムファイルに結合処理をすること
   を特徴とするプログラムの再配置処理方法。