JPH02244237A - 動的リンク時のアドレスリロケーション方式 - Google Patents
動的リンク時のアドレスリロケーション方式Info
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- JPH02244237A JPH02244237A JP6514789A JP6514789A JPH02244237A JP H02244237 A JPH02244237 A JP H02244237A JP 6514789 A JP6514789 A JP 6514789A JP 6514789 A JP6514789 A JP 6514789A JP H02244237 A JPH02244237 A JP H02244237A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- segment
- address space
- address
- load module
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Links
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 6
- 206010040007 Sense of oppression Diseases 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 10
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 3
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明はセグメント方式によりアドレス空間の記憶保護
を行なう計算機システムに関し、特に動的リンク時にア
ドレスリロケーションを行なう動的リンク時のアドレス
リロケーション方式に関する。
を行なう計算機システムに関し、特に動的リンク時にア
ドレスリロケーションを行なう動的リンク時のアドレス
リロケーション方式に関する。
従来、セグメント方式でアドレス空間の記憶保護を行な
う計算機システムに於いては、セグメントのリロケーシ
ョンを行なう場合、動的リンクする入力ロードモジエー
ルのセグメントをアドレス空間の新しいセグメントエン
トリに割り当てるようにしている。従って、例えば、属
性が実行可能にされているセグメントＬＭＩ （Ｅ）
及び読み出し／書き込み可能にされているセグメントＬ
ＭＩ（Ｒ／Ｗ）から構成されるロードモジエールＬＭｌ
と、属性が実行可能にされているセグメントＬＭ２ （
Ｅ）、ｌみ出し／書き込み可能にされているセグメント
ＬＭ２ （Ｒ／ｗ）及び読み出しのみ可能にされている
セグメントＬＭ２ （Ｒ）から構成され、ロードモジュ
ールＬＭＩによって呼び出されるロードモジュールＬＭ
２と、属性が実行可能にされているセグメン）ＬＭ３
（Ｅ）及び読み出しのみ可能にされているセグメントＬ
Ｍ３ （Ｒ）から構成され、ロードモジュールＬＭ２に
よって呼び出されるロードモジエールＬＭ３を入力とし
た場合、アドレス空間は第８図に示すものとなる。
う計算機システムに於いては、セグメントのリロケーシ
ョンを行なう場合、動的リンクする入力ロードモジエー
ルのセグメントをアドレス空間の新しいセグメントエン
トリに割り当てるようにしている。従って、例えば、属
性が実行可能にされているセグメントＬＭＩ （Ｅ）
及び読み出し／書き込み可能にされているセグメントＬ
ＭＩ（Ｒ／Ｗ）から構成されるロードモジエールＬＭｌ
と、属性が実行可能にされているセグメントＬＭ２ （
Ｅ）、ｌみ出し／書き込み可能にされているセグメント
ＬＭ２ （Ｒ／ｗ）及び読み出しのみ可能にされている
セグメントＬＭ２ （Ｒ）から構成され、ロードモジュ
ールＬＭＩによって呼び出されるロードモジュールＬＭ
２と、属性が実行可能にされているセグメン）ＬＭ３
（Ｅ）及び読み出しのみ可能にされているセグメントＬ
Ｍ３ （Ｒ）から構成され、ロードモジュールＬＭ２に
よって呼び出されるロードモジエールＬＭ３を入力とし
た場合、アドレス空間は第８図に示すものとなる。
しかし、上述した従来方式では、第８図に示すように、
小さなセグメントエリアが増えてアドレス空間を圧迫す
るという問題があると共に、ワーキングセットサイズが
増大し、実行性能が落ちるという問題点がある。
小さなセグメントエリアが増えてアドレス空間を圧迫す
るという問題があると共に、ワーキングセットサイズが
増大し、実行性能が落ちるという問題点がある。
本発明の目的はアドレス空間の圧迫を防ぐと共に、ワー
キングセントサイズが増大することを防止することによ
り実行性能を高めるようにすることにある。
キングセントサイズが増大することを防止することによ
り実行性能を高めるようにすることにある。
本発明は上記目的を達成するため、
セグメント方式によりアドレス空間の記憶保護を行なう
計算機システムに於いて、 セグメントの動的リンク時、前記セグメントの属性と同
一の属性を有するセグメントが前記アドレス空間に存在
することにより、前記セグメントを前記アドレス空間に
存在する同一属性のセグメントにバインドする。
計算機システムに於いて、 セグメントの動的リンク時、前記セグメントの属性と同
一の属性を有するセグメントが前記アドレス空間に存在
することにより、前記セグメントを前記アドレス空間に
存在する同一属性のセグメントにバインドする。
〔作 用〕
リンクしようとするセグメントと同一の属性を有するセ
グメントがアドレス空間に存在する場合は、リンクしよ
うとするセグメントをアドレス空間に存在する同一属性
のセグメントにバインドする。
グメントがアドレス空間に存在する場合は、リンクしよ
うとするセグメントをアドレス空間に存在する同一属性
のセグメントにバインドする。
次に本発明の実施例について図面を参照して詳細に説明
する。
する。
第１図は本発明の実施例のプロ７り図であり、セグメン
ト情１１１１ｓｌ−３３を含むロードモジュールＬＭＩ
〜ＬＭ３と、ローダ１と、アドレス空間２と、ロードモ
ジュールセグメントエントリテーブル３と、リロケーシ
ョンテーブル４と、セグメントテーブル５とから構成さ
れている。
ト情１１１１ｓｌ−３３を含むロードモジュールＬＭＩ
〜ＬＭ３と、ローダ１と、アドレス空間２と、ロードモ
ジュールセグメントエントリテーブル３と、リロケーシ
ョンテーブル４と、セグメントテーブル５とから構成さ
れている。
第２図は本実施例のアドレス形式を示す図であり、アド
レスは１６ビツトのセグメント番号と、１６ビツトのセ
グメント内オフセントとの計３２ビットで表される。
レスは１６ビツトのセグメント番号と、１６ビツトのセ
グメント内オフセントとの計３２ビットで表される。
第３図は第１図に示したロードモジュールＬＭＩＮＬＭ
３の呼び出し関係を示した図であり、ロードモジュール
ＬＭ２はロードモジュールＬＭＩによって呼び出され、
ロードモジュールＬＭ３はロードモジュールＬＭ２によ
って呼び出される。
３の呼び出し関係を示した図であり、ロードモジュール
ＬＭ２はロードモジュールＬＭＩによって呼び出され、
ロードモジュールＬＭ３はロードモジュールＬＭ２によ
って呼び出される。
第４図（ａ）〜ＦＣ＋はそれぞれロードモジュールＬＭ
１〜１１Ｍ３に含まれているセグメント情報８１〜Ｓ３
の内容を示した図であり、ロードモジュールを構成する
各セグメントのセグメント番号に対応してその属性とサ
イズとが格納されている。尚、同図に於いて、属性Ｅは
実行可能なセグメントであることを示し、属性Ｒ／Ｗは
読み出し／書き込み可能なセグメントであることを、属
性Ｒは読み出しのみが可能なセグメントであることを示
している。
１〜１１Ｍ３に含まれているセグメント情報８１〜Ｓ３
の内容を示した図であり、ロードモジュールを構成する
各セグメントのセグメント番号に対応してその属性とサ
イズとが格納されている。尚、同図に於いて、属性Ｅは
実行可能なセグメントであることを示し、属性Ｒ／Ｗは
読み出し／書き込み可能なセグメントであることを、属
性Ｒは読み出しのみが可能なセグメントであることを示
している。
第５図（ａｌ、 （ｂｌ、 ｆｃ）はそれぞれ第１図に
示したロードモジュールセグメントエントリテーブル３
゜リロケーションテーブル４．セグメントテーブル５の
内容を示した図である。ロードモジエールセグメントエ
ントリテーブル３とリロケーションテーブル４はロード
モジュール中のアドレスをリロケーションするための情
報が格納されるテーブルであり、ロードモジュールセグ
メントエントリテーブル３には同図（ａｌに示すように
ロードモジュール名に対応してロードモジュールを構成
するセグメントの数を示すセグメントエントリ数と、そ
のロードモジュールについての情報が格納されているリ
ロケーションテーブル４のエントリの内の先頭のエント
リを示すテーブルエントリ番号とが格納され、リロケー
ションテーブル４には同図（ｂｌに示すようにロードモ
ジュールのセグメントのセグメント番号に対応してリロ
ケーション後のセグメントアドレスと、属性と、サイズ
とが格納される。
示したロードモジュールセグメントエントリテーブル３
゜リロケーションテーブル４．セグメントテーブル５の
内容を示した図である。ロードモジエールセグメントエ
ントリテーブル３とリロケーションテーブル４はロード
モジュール中のアドレスをリロケーションするための情
報が格納されるテーブルであり、ロードモジュールセグ
メントエントリテーブル３には同図（ａｌに示すように
ロードモジュール名に対応してロードモジュールを構成
するセグメントの数を示すセグメントエントリ数と、そ
のロードモジュールについての情報が格納されているリ
ロケーションテーブル４のエントリの内の先頭のエント
リを示すテーブルエントリ番号とが格納され、リロケー
ションテーブル４には同図（ｂｌに示すようにロードモ
ジュールのセグメントのセグメント番号に対応してリロ
ケーション後のセグメントアドレスと、属性と、サイズ
とが格納される。
また、セグメントテーブル５はアドレス空間のセグメン
トの使用状況を示すテーブルであり、同図ｔｅｌに示す
ようにアドレス空間２のセグメントエントリのセグメン
ト番号に対応してセグメントエントリの属性と、サイズ
とが格納される。
トの使用状況を示すテーブルであり、同図ｔｅｌに示す
ようにアドレス空間２のセグメントエントリのセグメン
ト番号に対応してセグメントエントリの属性と、サイズ
とが格納される。
第６図は動的リンク時のローダ１の処理例を示す流れ図
であり、以下各図を参照して本実施例の動作を説明する
。
であり、以下各図を参照して本実施例の動作を説明する
。
ローダ１はロードモジュールＬＭＩのロード時、ロード
モジエールセグメントエントリテーブル３゜リロケーシ
ッンテーブル４及びセグメントテーブル５に必要な情報
を書き込む、ロードモジュールセグメントエントリテー
ブル３に対してはロードモジュールＬＭＩのロードモジ
ュール名ＬＭＩを書き込むと共に、それに対応させてセ
グメントエントリ敗「２」と、テーブルエントリ番号「
＃１」とを書き込み、リロケーシッンテーブル４に対し
てはそのエントリ＃１．＃２にそれぞれロードモジュー
ルＬＭＩを構成する２つのセグメントのセグメント番号
ｒｌｏｏＯＪ、 ｒｌｏｏｌＪを書き込むと共に、そ
れに対応させてリロケーション後のセグメントアドレス
ｒ１０００００００Ｊ、 ｒｌｏｏｌｏｏｏｏＪと、
属性ｒＥＪ、ｒＲ／ＷＪと、サイズｒ４０００Ｊ、
ｒ８０００」とを書き込む、また、セグメントテーブル
５に対してはロードモジエールＬＭＩを構成する２つの
セグメントに割り当てたアドレス空間２のセグメントの
セグメント番号ｒｌｏｏＯＪ、 ｒｌｏｏｌＪを書き
込むと共に、それに対応させて属性「Ｅ」。
モジエールセグメントエントリテーブル３゜リロケーシ
ッンテーブル４及びセグメントテーブル５に必要な情報
を書き込む、ロードモジュールセグメントエントリテー
ブル３に対してはロードモジュールＬＭＩのロードモジ
ュール名ＬＭＩを書き込むと共に、それに対応させてセ
グメントエントリ敗「２」と、テーブルエントリ番号「
＃１」とを書き込み、リロケーシッンテーブル４に対し
てはそのエントリ＃１．＃２にそれぞれロードモジュー
ルＬＭＩを構成する２つのセグメントのセグメント番号
ｒｌｏｏＯＪ、 ｒｌｏｏｌＪを書き込むと共に、そ
れに対応させてリロケーション後のセグメントアドレス
ｒ１０００００００Ｊ、 ｒｌｏｏｌｏｏｏｏＪと、
属性ｒＥＪ、ｒＲ／ＷＪと、サイズｒ４０００Ｊ、
ｒ８０００」とを書き込む、また、セグメントテーブル
５に対してはロードモジエールＬＭＩを構成する２つの
セグメントに割り当てたアドレス空間２のセグメントの
セグメント番号ｒｌｏｏＯＪ、 ｒｌｏｏｌＪを書き
込むと共に、それに対応させて属性「Ｅ」。
ｒＲ／ＷＪと、サイズｒ４０００Ｊ、 ｒ８０００Ｊ
とを書き込む。
とを書き込む。
その後、ロードモジュールＬＭＩが実行され、ロードモ
ジュールＬＭＩからＣＡＬＬ ＬＭ２によってローダ
１が起動されると、ローダ１は第６図の流れ図に示すよ
うに、先ず、ロードモジュールＬＭＺ中のセグメント情
報Ｓ２を入力する（ステップＡ）０次いで、ローダ１は
セグメント情報Ｓ２に含まれている３つのセグメントに
対する情報の内の１つを入力セグメントに対する情報と
し、この入力セグメントに対する情報の内の属性に関す
る情報とセグメントテーブル５の内容の内の属性に関す
る情報とに基づいて、アドレス空間２に既に存在してい
るセグメントエントリの中から入力セグメントと属性が
等しいセグメントを格納しているセグメントエントリを
探し出す（ステップＢ）、そして、入力セグメントと属
性の等しいセグメントを格納している既存のセグメント
エントリを探し出せた場合は、入力セグメントに対する
情報の内のサイズに関する情報と、セグメントテーブル
５の内容の内のサイズに関する情報とに基づいて、探し
出したセグメントエントリに入力セグメントを格納可能
か否かを判断する（ステップＣ）、そして、入力セグメ
ントをステップＢで探し出した既存のセグメントエント
リに格納可能であると判定した場合は入力セグメントを
上記既存のセグメントエントリに格納されているセグメ
ントにバインドする（ステップＤ）、また、ステップＢ
で入力セグメントと同一の属性を有するセグメントを格
納している既存のセグメントエントリを探し出せなかっ
た場合及びステップＣで既存のセグメントエントリに入
力セグメントを格納できないと判定した場合は入力セグ
メントを新しいセグメントエントリに割り当てる（ステ
ップＥ）。
ジュールＬＭＩからＣＡＬＬ ＬＭ２によってローダ
１が起動されると、ローダ１は第６図の流れ図に示すよ
うに、先ず、ロードモジュールＬＭＺ中のセグメント情
報Ｓ２を入力する（ステップＡ）０次いで、ローダ１は
セグメント情報Ｓ２に含まれている３つのセグメントに
対する情報の内の１つを入力セグメントに対する情報と
し、この入力セグメントに対する情報の内の属性に関す
る情報とセグメントテーブル５の内容の内の属性に関す
る情報とに基づいて、アドレス空間２に既に存在してい
るセグメントエントリの中から入力セグメントと属性が
等しいセグメントを格納しているセグメントエントリを
探し出す（ステップＢ）、そして、入力セグメントと属
性の等しいセグメントを格納している既存のセグメント
エントリを探し出せた場合は、入力セグメントに対する
情報の内のサイズに関する情報と、セグメントテーブル
５の内容の内のサイズに関する情報とに基づいて、探し
出したセグメントエントリに入力セグメントを格納可能
か否かを判断する（ステップＣ）、そして、入力セグメ
ントをステップＢで探し出した既存のセグメントエント
リに格納可能であると判定した場合は入力セグメントを
上記既存のセグメントエントリに格納されているセグメ
ントにバインドする（ステップＤ）、また、ステップＢ
で入力セグメントと同一の属性を有するセグメントを格
納している既存のセグメントエントリを探し出せなかっ
た場合及びステップＣで既存のセグメントエントリに入
力セグメントを格納できないと判定した場合は入力セグ
メントを新しいセグメントエントリに割り当てる（ステ
ップＥ）。
上述したようにして、入力セグメントを格納するアドレ
ス空間２内のセグメントエントリを決定すると、ローダ
１は入力セグメントのセグメント番号をすａケージタン
テーブル４の新たなエントリに書き込むと共に、それに
対応して入力セグメントのリロケーション後のセグメン
トアドレス。
ス空間２内のセグメントエントリを決定すると、ローダ
１は入力セグメントのセグメント番号をすａケージタン
テーブル４の新たなエントリに書き込むと共に、それに
対応して入力セグメントのリロケーション後のセグメン
トアドレス。
属性及びサイズを書き込むことによりリロケーシッンテ
ーブル４の内容を更新する（ステップＦ）。
ーブル４の内容を更新する（ステップＦ）。
尚、リロケーション後のセグメントアドレスは入力セグ
メントを既存のセグメントのバインドした場合は、入力
セグメントをバインドした既存のセグメントの最終アド
レスの次のアドレスとし、入力セグメントを新たなセグ
メントエントリに割り当てた場合は上記新たなセグメン
トエントリの先頭アドレスとするものである０次いで、
ローダ１はセグメントテーブル５の内容を更新する（ス
テップＧ）、尚、入力セグメントを新たなセグメントエ
ントリに割り当てた場合は、リロケーションテーブル４
の新たなエントリに入力セグメントを割り当てるセグメ
ントエントリのセグメント番号と、入力セグメントの属
性、サイズとを対応して書き込み、入力セグメントを既
存のセグメントにバインドした場合は、入力セグメント
をバインドしたセグメントエントリのサイズを入力セグ
メントのサイズを加算したサイズに変更する。
メントを既存のセグメントのバインドした場合は、入力
セグメントをバインドした既存のセグメントの最終アド
レスの次のアドレスとし、入力セグメントを新たなセグ
メントエントリに割り当てた場合は上記新たなセグメン
トエントリの先頭アドレスとするものである０次いで、
ローダ１はセグメントテーブル５の内容を更新する（ス
テップＧ）、尚、入力セグメントを新たなセグメントエ
ントリに割り当てた場合は、リロケーションテーブル４
の新たなエントリに入力セグメントを割り当てるセグメ
ントエントリのセグメント番号と、入力セグメントの属
性、サイズとを対応して書き込み、入力セグメントを既
存のセグメントにバインドした場合は、入力セグメント
をバインドしたセグメントエントリのサイズを入力セグ
メントのサイズを加算したサイズに変更する。
上述した処理をロードモジエールＬＭ２に含まれている
３つのセグメント全てについて行なうと（ステップＨ）
、ローダ１はロードモジエールセグメントエントリテー
ブル３の新しいエントリにロードモジュールＬＭ２のロ
ードモジエール名ＬＭ２と、セグメントエントリ数「２
」と、テーブルエントリ番号「＃３」を書き込むことに
より、ロードモジュールセグメントエントリテーブル３
の内容を更新しくステップＩ）、その後ロードモジュー
ルセグメントエントリテーブル３とリロケーションテー
ブル４とを参照し、ロードモジエールＬＭＺ中のアドレ
スをリロケーションする（ステップＪ）。
３つのセグメント全てについて行なうと（ステップＨ）
、ローダ１はロードモジエールセグメントエントリテー
ブル３の新しいエントリにロードモジュールＬＭ２のロ
ードモジエール名ＬＭ２と、セグメントエントリ数「２
」と、テーブルエントリ番号「＃３」を書き込むことに
より、ロードモジュールセグメントエントリテーブル３
の内容を更新しくステップＩ）、その後ロードモジュー
ルセグメントエントリテーブル３とリロケーションテー
ブル４とを参照し、ロードモジエールＬＭＺ中のアドレ
スをリロケーションする（ステップＪ）。
ロードモジュールＬＭ２からのＣＡＬＬ ＬＭ３によ
って起動された場合もローダ１は前述したと同様の処理
を行なう、その結果、各テーブル３゜４．５の内容はそ
れぞれ第５図（ａ）、 （ｂｌ、 ＩｃＩに示すものと
なり、アドレス空間２は第７図に示すようになる。第７
図と第８図とを比較して判るように、本実施例のように
することにより、セグメントエントリを節約することが
可能となる。尚、第８図に於いて、第７図と同一符号は
同一部分を表している。
って起動された場合もローダ１は前述したと同様の処理
を行なう、その結果、各テーブル３゜４．５の内容はそ
れぞれ第５図（ａ）、 （ｂｌ、 ＩｃＩに示すものと
なり、アドレス空間２は第７図に示すようになる。第７
図と第８図とを比較して判るように、本実施例のように
することにより、セグメントエントリを節約することが
可能となる。尚、第８図に於いて、第７図と同一符号は
同一部分を表している。
（発明の効果）
以上説明したように、本発明は、動的リンク時、リンク
しようとするセグメントをアドレス空間に既に存在する
属性の等しいセグメントにバインドするようにしたもの
であるので、アドレス空間を有効利用することができる
効果があると共に、ワーキングサイズを小さなものとし
、実行性能を高めることができる効果がある。
しようとするセグメントをアドレス空間に既に存在する
属性の等しいセグメントにバインドするようにしたもの
であるので、アドレス空間を有効利用することができる
効果があると共に、ワーキングサイズを小さなものとし
、実行性能を高めることができる効果がある。
第１図は本発明の実施例のブロック図、第２図はアドレ
ス形式を示す図、 第３図はロードモジエールＬＭＩ〜ＬＭ３の呼出し関係
を示す図、 第４図はセグメント情報５ｌ−３３の内容を示す図、 第５図は各テーブル３． ４． ５の内容を示す図、第
６図はローダ１の処理例を示す流れ図、第７図はリロケ
ーション後のアドレス空間２を示す図及び、 第８図は従来方式の説明図である。 図に於いて、１・・・ローダ、２・・・アドレス空間、
３・・・ロードモジュールセグメントエントリテーブル
、４・・・リロケーションテーブル、５・・・セグメン
トテーブル、ＬＭＩ〜ＬＭ３・・・ロートモ、ジュール
、８１〜Ｓ３・・・セグメント情報。
ス形式を示す図、 第３図はロードモジエールＬＭＩ〜ＬＭ３の呼出し関係
を示す図、 第４図はセグメント情報５ｌ−３３の内容を示す図、 第５図は各テーブル３． ４． ５の内容を示す図、第
６図はローダ１の処理例を示す流れ図、第７図はリロケ
ーション後のアドレス空間２を示す図及び、 第８図は従来方式の説明図である。 図に於いて、１・・・ローダ、２・・・アドレス空間、
３・・・ロードモジュールセグメントエントリテーブル
、４・・・リロケーションテーブル、５・・・セグメン
トテーブル、ＬＭＩ〜ＬＭ３・・・ロートモ、ジュール
、８１〜Ｓ３・・・セグメント情報。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 セグメント方式によりアドレス空間の記憶保護を行なう
計算機システムに於いて、 セグメントの動的リンク時、前記セグメントの属性と同
一の属性を有するセグメントが前記アドレス空間に存在
することにより、前記セグメントを前記アドレス空間に
存在する同一属性のセグメントにバインドすることを特
徴とする動的リンク時のアドレスリロケーション方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6514789A JPH02244237A (ja) | 1989-03-17 | 1989-03-17 | 動的リンク時のアドレスリロケーション方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6514789A JPH02244237A (ja) | 1989-03-17 | 1989-03-17 | 動的リンク時のアドレスリロケーション方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02244237A true JPH02244237A (ja) | 1990-09-28 |
Family
ID=13278478
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6514789A Pending JPH02244237A (ja) | 1989-03-17 | 1989-03-17 | 動的リンク時のアドレスリロケーション方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH02244237A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6052778A (en) * | 1997-01-13 | 2000-04-18 | International Business Machines Corporation | Embedded system having dynamically linked dynamic loader and method for linking dynamic loader shared libraries and application programs |
| US6363436B1 (en) | 1997-01-27 | 2002-03-26 | International Business Machines Corporation | Method and system for loading libraries into embedded systems |
-
1989
- 1989-03-17 JP JP6514789A patent/JPH02244237A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6052778A (en) * | 1997-01-13 | 2000-04-18 | International Business Machines Corporation | Embedded system having dynamically linked dynamic loader and method for linking dynamic loader shared libraries and application programs |
| US6363436B1 (en) | 1997-01-27 | 2002-03-26 | International Business Machines Corporation | Method and system for loading libraries into embedded systems |
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