JPH04112249A

JPH04112249A - メモリ管理方式

Info

Publication number: JPH04112249A
Application number: JP23058190A
Authority: JP
Inventors: Hiroyuki Yamada; 博之山田; Yasuhiko Isobe; 礒辺　泰彦; Zenshi Hayashi; 林　善嗣
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Current assignee: Panasonic Holdings Corp
Priority date: 1990-09-03
Filing date: 1990-09-03
Publication date: 1992-04-14

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】（産業上の利用分野）本発明は、マイクロコンピュータおよびメモリ等の記憶
手段を有するデータ処理装置におけるメモリ管理方式に
関し、特に、連続エリアのメモリ領域確保および上記メ
モリ領域の解放するメモリ管理方式に関するものである
。

（従来の技術）マイクロコンピュータが作動している間、連続メモリの
確保および、解放の要求は頻繁に発生するが、メモリ容
量は有限なので、新規の連続メモリを確保するには、解
放されたメモリ領域を再利用する必要があり、従って、
メモリ内の空き領域を管理する必要がある。

従来のメモリ管理方式について、第５図ないし第１２図
により説明する。

まず、テーブル形式のメモリ管理方式について、第５図
ないし第７図により説明する。第５図は、テーブル形式
のメモリマツプである。

同図において、メモリマツプは、一定バイト数を１ブロ
ツクとした複数個のブロック０，１，２゜３．４，５，
６．７ないしｎと、上記ブロック数と同じバイト数から
なる管理テーブル８とから構成されている。管理テーブ
ル８にはすべてのブロックに対して、確保もしくは解放
の状態が１ビット単位で格納されている。

図中でハツチングを施したブロックＯ，ｌ、２゜５．６
．・・・は確保されているので、これらのブロックに対
応する管理テーブル８の内容は確保状態を示す“１″が
格納されている。同様に、ハッチチングのないブロック
３，４．７・・・は解放されているので、これらのブロ
ックに対応する管理テーブル８の内容は解放状態を示す
′○″が格納されている。

連続メモリ確保の要求が発生した場合、連続メモリ確保
のために必要な大きさの連続領域を管理テーブル８より
捜し出し、これに対応するブロックを確保するために管
理テーブル８の内容を解放状態から確保状態に更新する
。

同様に解放の要求が発生した場合、解放ブロックに対応
する管理テーブル８の値を確保状態から解放状態に更新
する。

第６図に示すメモリマツプによって説明すると、第５図
に示す状態で連続メモリ確保の要求が発生し、解放状態
のブロック３および４を確保したとすると、右方向に下
るハツチングを施したブロック３および４に対応する管
理テーブル８の値が解放状態を示す１１０　ＩＩから確
保状態を示すＩＩ　１　Ｈに更新され、管理テーブル８
ａの状態となる。

同様に、第６図の状態でブロック○、ｌ、２の解放要求
が発生した場合には第７図のように管理テーブル８ａの
内容が管理テーブル８ｂに変化する。

即ち、ブロックＯ，’１．２に対応する管理テーブルの
値が確′保状態を示す“１″、解放状態を示す“０″に
更新される。

次に、リンク形式のメモリ管理方式について、第８図な
いし第１２図により説明する。第８図はリンク形式のテ
ーブルマツプで、確保された領域９゜ｌＯおよび１１の
先頭には、次に連続領域の確保要求が発生した場合に確
保されるべき領域の先頭を示すポイントもしくはオフセ
ット１２が格納されている。ここでオフセットが格納さ
れている場合、すなわち解放領域になっても、このエリ
アのサイズは変らない。

従って、連続領域確保の要求が発生した場合、メモリの
先頭・から順次上記ポインタもしくはオフセット１２の
内容を追っていくことにより、解放されている領域を検
索することができる。

第９図は、初期設定により、メモリ領域がゼロクリアさ
れた後、確保領域９および１０が設定されている状態で
、解放領域を検索する方法を示すもめで、先頭から順次
追ってきたポインタもしくはオフセットの内容が図のよ
うに０”であった場合、それ以降の領域は解放されてい
ると見なすことができるので、要求のあったバイト数だ
け領域を確保し、その頭に次の連続領域確保要求が発生
した場合に、検索に用いられるポインタもしくはオフセ
ットが格納される。

（発明が解決しようとする課題）しかしながら、上記の構成では、テーブル形式の場合、
管理テーブル８のための領域が必要となるばかりでなく
、一定バイトを１ブロツクとし、ブロック単位でメモリ
を確保あるいは解放するため、第１Ｏ図のように１ブロ
ツクを５１２バイトとした場合に、６４０バイトの確保
要求が発生すると、ブロック３のみでは要求バイト数に
満たないため、２ブロツク３および４の１０２４バイト
を確保しなければならず、この際、ブロック４の中、３
８４バイトは、実際には確保しなくてもよい無駄な領域
を確保してしまったことになるという問題があった。

このようなを無駄を減少させるために１ブロック当りの
バイト数を減らすと管理テーブル８の領域が増加し、例
えば、第１１図のように、４　Ｍバイトの領域を１ブロ
ック−５１２バイトとして管理する場合、管理テーブル
８は１０２４バイトであるが、ｌブロック＝２５６バイ
トとすると管理テーブル８の領域は２倍の２０４８バイ
トとなってしまいメモリ領域が減少するという問題もあ
った。

リンク形式の場合、メモリ領域の先頭よりポインタもし
くはオフセットを用いて順次メモリを確保していくため
、確保されている領域の解放を行うためには、メモリの
再配置、ポインタもしくはオフセットの更新等の手続き
が必要となるために、複雑な処理を施さなければならな
い。

そのため、通常、第１２図のように、連続メモリ確保要
求が発生した際、確保に十分な連続メモリ解放領域１３
が存在するにかかわらず、この領域に連続メモリは確保
されず、最後尾の確保領域１０の次の解放領域１４に連
続エリアが確保される。このため、メモリの使用効率が
低いものとなるという問題があった。

本発明は上記の問題を解決するもので、テーブルを用い
ないで簡単な処理で効率的に連続メモリの確保および解
放を行えるメモリ管理方式を提供するものである。

（課題を解決するための手段）上記の課題を解決するため、本発明は、リンク形式を用
いて、連続エリアを確保する場合にポインタもしくはオ
フセットが格納されている一定バイト数のエリアに、ワ
ードバウンダリ（２バイトの整数倍つまり偶数バイト）
に拡張された確保されたサイズ（バイト数）を格納し、
該領域を解放する際には、確保時に格納されたサイズ（
バイト数）を″１″減分することにより、連続領域を確
保、解放を行うものである。

（作　用）上記メモリ管理方式を用いることにより、管理テーブル
、メモリの再配置等を用いることなく、連続メモリ確保
および解放が可能となり、メモリの使用効率が高まる。

（実施例）本発明のメモリ管理方式の一実施例を第１図ないし第４
図により説明する。第１図は本発明による連続メモリ確
保および解放の処理を行う管理方式を示すブロック図で
ある。同図において、本発明によるメモリ管理方式は、
入力装置１５とメモリ管理装置１６とから構成されてお
り、上記のメモリ管理装置１６は、中央処理装置（ＣＰ
Ｕ）１７と、プログラム書込み可能な読出し専用メモリ
（ＰＲＯＭ）１８と、偶数か否かを判断する手段１９ａ
および奇数の場合偶数に拡張する手段１９ｂからなる連
続メモリ確保要求サイズ（以下確保要求サイズと称す）
を判断および拡張する手段１９と、サイズ格納エリアの
チェック対象をメモリのトップに設定する手段２０と、
′０”か否かを判断する手段２１ａおよび偶数か否かを
判断する手段２１ｂからなるサイズ格納エリアの値を判
断する手段２１と、チェックの対象を次のサイズ格納エ
リアに移動する手段２２と、確保要求サイズとサイズ格
納エリアの値を比較する手段２３と、サイズを格納する
手段と、残りのメモリサイズを計算する手段２５と、サ
イズ格納エリアの値を１”減分する手段２６と書込み読
出しができるメモリ２７とから構成されている。メモリ
確保の場合を第２図、メモリ解放の場合を第３図にそれ
ぞれ示すフローチャートに従い、説明する。なお、本実
施例において、メモリ領域は、ゼロクリアされているも
のとする。第１図および第２図において、連続メモリ確
保の場合は、入力装置１５により、連続メモリ確保の要
求が入力されると、まず、確保要求サイズが偶数か否か
をチェックする手段１９ａにより確保要求サイズがワー
ドバウンダリ、つまり偶数であるか否かをチェックしく
ステップイ）、もし、サイズの値が奇数の場合は、偶数
に拡張する手段１９ｂにより、拡張してワードバウンダ
リすなわち偶数にする。つまり確保要求サイズが２ｍ（
ｍは任意の整数）のような場合にはサイズの値は２ｍそ
のままだが、２ｍ＋１の場合は、確保する領域のサイズ
を２ｍ＋２とする（ステップイ′）。

次に、サイズ格納エリアのチェック対象をメモリのトッ
プに設定する手段２０により、サイズ格納エリアのチェ
ック対象を連続メモリ領域確保および解放が物理的に可
能なメモリのトップに設定する（ステップ口）。

ここで、このエリアには“ＯＩＩもしくは確保された際
に格納されたサイズ、もしくは後述する解放された際に
格納されたサイズの値を“１″減分された値のいずれか
が格納されている。

サイズ格納エリアの値がＩＩ　ＯＴ′か否かを判断する
手段２１ａにより、このエリアの値をチェックしくステ
ップハ）、もし、′０”の場合には、このサイズ格納エ
リアに、サイズを格納する手段２４を用いて（ステップ
イ′）で設定されたサイズを格納し、このエリアを確保
する（ステップニ）。一方、“Ｏｎでない場合には、サ
イズ格納エリアの値が偶数か否かを判断する手段２１ｂ
により、このエリアの値が偶数か否かをチェックする（
ステップホ）。

チェックの結果、このサイズ格納エリアの値が偶数の場
合、チェックの対象を次のサイズ格納エリアに移動する
手段２２を用いて、次のサイズ格納エリアにチェックの
対象を移動しくステップへ）、ステップハからの手順を
繰り返す。

ここでは、次のサイズが格納されているエリアは、最後
に検索したエリアのアドレスにサイズの値およびサイズ
が格納されているエリアのバイト数を加えたものである
ので、容易に計算が可能である。

一方、チェックした結果が奇数であった場合、このエリ
ア以降、（サイズ格納エリアの値＋１）バイトの領域は
解放状態であると見なせるので、確保要求サイズ値とサ
イズエリア格納値を比較する手段２３により、（ステッ
プイ′）で設定されたサイズ値と、このサイズの格納エ
リアに格納されているサイズ値に１を加えたもの（サイ
ズ値＋１）の大小を比較する（ステップ　ト）。

（ステップイ′）で設定されたサイズ値をＡ、サイズ格
納エリアに格納されたサイズ値に１１１　ＩＩを加えた
ものをＢ、サイズ格納エリアのバイト数をＣ１該サイズ
格納エリアのアドレスをＤとすると、Ａ＞Ｂの時は、解
放領域の広さが十分ではないので、（ステップへ）から
の処理を繰り返す。

更に、ＡとＢ−Ｃの大小を比較しくステップチ）Ａ＜Ｂ
−Ｃの時は、連−統メモリを確保するに一際して、十分
な領域が解放されているので、（ステップニ）と同様に
、このサイズ格納エリアにＡの値を格納し、このエリア
を確保した後、サイズを格納する手段２４により、アド
レス（’Ｄ＋Ｃ＋Ｂ）のエリアに、残りのメモリサイズ
を計算する手段２５を用いて、（Ｂ−Ｃ−Ａ’）の値を
求め、これを゛′１″減分した値を格納する。この処理
により、連続メモリ確保以前、解放状態だった領域の中
、連続メモリとして確保さた領域以外は、解放状態を保
つことが可能である（ステラプリ）。

また、Ｂ−Ｃ≦Ａの時は、連続メモリを確保するに際し
゛で、解放領域の広さは十分であるが連続メモリ領域を
確保した後、この領域には解放状態の領域が残らないの
で、サイズ格納エリアには、該エリアに格納されている
値を“１″増分したものを格納する（ステップヌ）。

次に、連続メモリ解放の場合は、入力装置１５より連続
メモリ解放要求が入力されると、サイズ格納エリアの値
を１１１１１減分する手段２６を用いて、解放要求のあ
った連続メモリ領域のサイズ格納エリアの値（サイズの
値）をｕ　ｌ　ｕ減分する。この処理によりサイズの値
が偶数（ワードバウンダリ）から奇数になる。サイズの
値が奇数ということが、前記サイズ格納エリア以降の領
域が、サイズ値＋１バイト解放されているということを
特徴づける（ステラプル）。

なお、本実施例では、連続メモリ領域を解放する際に、
サイズ格納エリアに格納されている値を″′１″減分す
る方式について記載したが、同様のアルゴリズムで“１
ｎ増分する方式でも、同様の効果が得られる。

（発明の効果）以上説明したように、本発明のメモリ管理方式を用いる
ことにより、通常のリンク形式では第４図のような確保
領域９および１０に挾まれた解放領域１３を、もしメモ
リの確保要求に対して十分な領域が存在するなら複雑な
メモリの再配置なしに、メモリを確保することができる
ため、メモリの使用効率を高める。また、サイズを格納
するエリアを偶数バイトに設定した場合、常に確保され
る領域はワードバウンダリから始まるので、マイクロコ
ンピュータのメモリに対するアクセス時間を大幅に短縮
することが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のメモリ管理方式を示すブロック図、第
２図および第３図は共にその動作を示すフロチャート、
第４図は本発明によるメモリマツプ、第５図、第６図お
よび第７図は従来のテーブル形式のメモリ管理方式を説
明するためのメモリマツプ、第８図、第９図は従来のリ
ンク形式のメモリ管理方式を説明するためのメモリマツ
プ、第１０図はテーブル形式のメモリ管理方式の問題点
を説明するためのメモリマツプ、第１１図、第１２図は
リンク形式のメモリ管理方式の問題点を説明するための
メモリマツプである。０、１．２．３．４．５．６．７・・・ブロック、　８
，８ａ、８ｂ・・・管理テーブル、９、１０．１１・・
・確保領域、　１２・・・領域の先頭を示すポインタ又
はオフセット、　１３゜１４・・・解放領域、１５・・
・入力装置、１６・・メモリ管理装置、１７・・・中央
処理装置（ＣＰＵ）、１８・・・プログラムＰＲＯＭ、
１９・・・連続メモリ確保要求サイズを判断および拡張
する手段、　１９ａ・・・偶数か否かを判断する手段、
１９ｂ・・・奇数の場合偶数に拡張する手段、２０・・
・サイズ格納エリアのチェック対象をメモリのトップに
設定する手段、２１・・・サイズ格納エリアの値を判断
する手段、２１ａ・・・　“′Ｏ″か否かを判断する手
段、２１ｂ・・・偶数か否かを判断する手段、２２・・
・サイズ格納エリアに対するチェック対象を次のサイズ
格納エリアに移動する手段、２３・・・偶数に拡張され
たメモリ確保要求サイズとサイズ格納エリアの値を比較
する手段、２４・・・サイズ格納する手段、２５・・・
残りのメモリサイズを計算する手段、２６・・・サイズ
格納エリア値を“１″減分する手段、２７・・・書込み
読出しメモリ。第１図特許出願人　松下電器産業株式会社

Claims

【特許請求の範囲】

（１）連続メモリ確保要求サイズを判断および拡張する
手段と、サイズ格納エリアの値を判断する手段と、任意
のサイズ格納エリアから次のサイズ格納エリアにチェッ
クの対象を移動する手段と、メモリ確保要求サイズとサ
イズ格納エリアの値を比較する手段と、サイズを格納す
る手段と、残りのメモリサイズを計算する手段と、サイ
ズ格納エリアの値を“１”減分する手段を有し、連続メ
モリを確保する場合には、偶数に拡張されたサイズをサ
イズ格納エリアに格納し、連続メモリを解放する場合に
は、解放される領域に対応するサイズ格納エリアの値を
“１”減分することを、特徴とするメモリ管理方式。
（２）上記連続メモリ確保要求を判断および拡張する手
段は、連続メモリ確保要求サイズが偶数か否かを判断す
る手段および、奇数の場合、上記連続メモリ確保要求サ
イズを偶数に拡張する手段を有することを特徴とする請
求項（１）記載のメモリ管理方式。
（３）サイズ格納エリアの値を判断する手段は、サイズ
格納エリアの値が“０”であるか否かを判断する手段お
よび、前記サイズ格納エリアの値が偶数であるか否かを
判断する手段を有することを特徴とする請求項（１）記
載のメモリ管理方式。