JPH0455960A - 階層メモリ管理方式および装置 - 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】 ［産業上の利用分野コ 本発明は、階層メモリ管理方式および装置に関し、さら
に詳しくは、ページサイズの異なる複数の仮想記憶空間
を管理する階層メモリ管理方式および装置に関する。

［従来の技術］ 第２５図は、従来の階層メモリ管理方式の概念図である
。

仮想メモリ空間２５は、ページと呼ばれる４にバイトの
単位に分割されており、ディスク装置８の記憶空間も同
サイズのページに分割され、仮想メモリ空間２５とディ
スク装置８の記憶空間とがマ・ノピングされている。

また、主メモリ６も４にバイトのページに分割されてお
り、ディスク装置８のページの一部が読み込まれている
。

応用プログラム２１が仮想メモリ空間２５にアクセスす
ると、オペレーティングシステム２３のメモリ管理プロ
グラム２４は、そのアクセスしたページが主メモリ６上
にあるか否かをチエツクする。もし主メモリ６上にあれ
ば、応用プログラム２１を主メモリ６上の該当ページに
アクセスさせる。もし主メモリ６上になければ、ディス
ク装置８から主メモリ６に該当ページを読み込んでから
、その主メモリ６上の該当ページに応用プログラム２１
をアクセスさせる。

他方、特開平１−２３９６５４号公報には、データ専用
のディスク装置を付加した場合に、そのデータ専用のデ
ィスク装置と仮想メモリ空間との間でデータの入出力を
行うデータ入出力方式か開示されている。

これは、データ専用のディスク装置に対する専用の仮想
メモリ空間を別個に設けて、その仮想メモリ空間を介し
てデータ専用のディスク装置と主メモリの間でデータの
入出力を行えば、主メモリと元の仮想メモリ空間とは対
応付けがなされているから、結局、主メモリを介してデ
ータ専用のディスク装置と元の仮想メモリ空間の間でデ
ータの入出力を行うことが出来る、というものである。

［発明が解決しようとする課題］ 上記従来の階層メモリ管理方式では、仮想メモリ空間で
管理する対象がプログラムである場合には所期の効果を
得ることか出来るが、仮想メモリ空間で管理する対象が
ファイルである場合には所期の効果を得ることが出来な
い問題点がある。

すなわち、上記従来の階層メモリ管理方式では、ページ
サイズを４にバイトとしており、これはプログラムのよ
うに一般的にサイズが小さく、アクセスが局所的で頻度
が高いものに対しては適合するため所期の効果を得るこ
とか出来るが、ファイルのように一般的にサイズが大き
く、アクセスが大局的で頻度が低いものに対しては適合
しないため所期の効果を得ることが出来ない問題点があ
る。

他方、特開平１−２３９６５４号公報に開示のデータ入
出力方式では、仮想メモリ空間を２種類設けているが、
ページサイズに対する配慮がなされておらず、上記従来
の階層メモリ管理方式の問題点を解決するものではない
。

そこで、本発明の目的は、プログラムとファイルとでペ
ージサイズを変えることを可能とし、より高速処理を実
現することが出来る階層メモリ管理方式および装置を提
供することにある。

［課題を解決するための手段］ 本発明は、仮想メモリ空間を実現する階層メモリ管理方
式において、論理ページは基本ページサイズおよび基本
ページサイズの整数倍のページサイズとし、物理ページ
は基本ページサイズとし、基本ページサイズの論理ペー
ジを１個の物理ページに対応付けると共に基本ページサ
イズの整数倍の論理ページを整数個の物理ページに対応
付けることを特徴とする階層メモリ管理方式を提供する
。

上記構成において、基本ページサイズの整数倍の論理ペ
ージは、ディスク装置のトラックまたはシリンダサイズ
に近いページサイズとすることが好ましい。

また、基本ページサイズの論理ページを仮想プログラム
空間として割り当て、基本ページサイズの整数倍の論理
ページを仮想ファイル空間として割り当てることが好ま
しい。

また、本発明は、アクセス命令が仮想プログラム空間に
アクセスするのが仮想ファイル空間にアクセスするのか
を判定するアクセス先判定手段と、仮想プログラム空間
にアクセスすると判定した場合は論理ページを１ｍの物
理ページに対応付けると共に仮想ファイル空間にアクセ
スすると判定した場合は論理ページを整数個の物理ペー
ジに対応付ける管理手段を具備したことを特徴とする階
層メモリ管理装置を提供する。

［作用Ｊ 本発明の階層メモリ管理方式および装置では、仮想メモ
リ空間の論理ページには、基本ページサイズのものと、
基本ページサイズの整数倍のものとがあるため、前者を
仮想プログラム空間とし、後者を仮想ファイル空間とす
ることにより、対象の性質に適合した効率の良い管理を
行うことが出来る。

一方、物理ページは基本ページサイズで管理するため、
管理処理を単純化でき、実行効率を向上できる。

すなわち、アクセス性能やシステムのスルーブツトを向
上することが出来る。

［実施例］ 以下、図に示す実施例により本発明をさらに説明する。

なお、これにより本発明が限定されるものではない。

第９図は、本発明の階層メモリ管理方式を実施する計算
機システム１を示すブロック図である。

この計算機システム１は、計算や制御を行う処理装置２
と、ネットワークを通じて他のシステムとデータの送受
信を行う通信制御装置３と、コマンドの入力やデータの
入力を行なうためのキーボード４と、処理結果の表示や
入力データの表示を行なうためのデイスプレィ５と、主
メモリ６と。

ディスク制御装置７と、データやプログラムを格納して
おくためのディスク装置８とが、システムバス９に接続
されて構成されている。

第１図は、上記計算機システム１における階層メモリ管
理方式の概要を示すものである。

仮想メモリ空間２５は、４にバイトのページに分割され
ており、ディスク装置８の記憶空間も同サイズのページ
に分割され、仮想メモリ空間２５とディスク装置８の記
憶空間とかマツピングされている。

また、主メモリ６も４にバイトのページに分割されてお
り、ディスク装置８のページの一部が読み込まれている
。

応用プログラム２１は、４にバイトサイズのページに分
割された仮想メモリ空間（以下、仮想プログラム空間と
称する）２６と、１６にバイトサイズのページに分割さ
れた仮想メモリ空間（以下、仮想ファイル空間と称する
）２７とを有しており、入出力命令以外では仮想プログ
ラム空間２６にアクセスし、入出力命令では仮想ファイ
ル空間２７にアクセスする。

仮想ファイル空間２７０ページサイズは、仮想プログラ
ム空間２６のページサイズの整数倍で且つ、ディスク８
装置のトラックサイズに近い値として決めたものである
。

応用プログラム２１が仮想プログラム空間２６または仮
想フッイル空間２７にアクセスすると、オペレーティン
グシステム２３の論理／論理ページ変換プログラム２８
が、アクセスした仮想プログラム空間２６または仮想フ
ァイル空間２７の論理ページＱを、仮想メモリ空間２５
の論理ページＰに変換する。

オペレーティングシステム２３のメモリ管理プログラム
２４は、その変換された仮想メモリ空間２５の論理ペー
ジＰが主メモリ６上にあるか否かをチエツクする。そし
て、主メモリ６上にあれば、その主メモリ６上のページ
に応用プログラム２１をアクセスさせる。ディスク装置
８上にあれば、そのページを主メモリ６上の空いている
ページに読み込み（主メモリ６上に空いているページか
ないときは、主メモリ６上にある不必要と思われるペー
ジをディスク装置８上に書き出して、空きページを作り
出す）、読み込んだ主メモリ６上のページに応用プログ
ラム２１をアクセスさせる。

前記論理／論理ページ変換プログラム２８の作動および
上記メモリ管理プログラム２４の作動については、後で
具体的に詳述する。

第２図は、仮想メモリ空間２５の論理ページと主メモリ
６およびディスク装置８の物理ページの対応を管理する
管理テーブル３１を示している。

管理テーブル８１のカラム３０は、仮想メモリ空間２５
上のページ番号（仮想メモリページ番号）Ｐである。

カラム３２は、仮想メモリ空間２５上の仮想メモリアド
レスである。

カラム３３は、その仮想メモリページか格納されている
主メモリ６の物理アドレスか又はディスク装置８の物理
アドレスである。

カラム３４は、前記カラム３３の物理アドレスが主メモ
リ６のものか又はディスク装置８のものか（仮想メモリ
ベージが、主メモリ６上にあるか。

ディスク装置８上にあるか）を示すフラグであり、「１
」なら主メモリ６であり、「０」ならディスク装置８で
ある。

第２図の例では、仮想メモリページ番号＃０の仮想メモ
リベージは、カラム３４が「１」であるから主メモリ６
上にあり、主メモリ６上の物理アドレスはカラム３３の
値の「ｉ」である。また、仮想メモリページ番号＃１の
仮想メモリベージは、カラム３４が「０」であるから、
ディスク装置８上にあり、ディスク装置８上の物理アド
レスはカラム３３の値のｒａＪである。

第３図は、主メモリ６上の物理ページを管理するための
データ構造を示している。

未使用ページチエイン４０００は、つながれた複数のデ
ータ要素４０２と、それらのデータ要素４０２の先頭を
指す先頭ポインタ４０１とからなる。各データ要素４０
２のフィールド４０３は、次につながるデータ要素４０
２を指す。次につながるデータ要素４０２がないときは
、値「０」が入っている。フィールド４０４は、直前の
データ要素４０２を指す。直前のデータ要素４０２がな
いときは、値「０」か入っている。フィールド４０５は
、主メモリ６の未使用ページのアドレスが入っている。

使用ページチエイン４００１は、つながれた複数のデー
タ要素４１２と、それらのデータ要素４１２の先頭を指
す先頭ポインタ４１１とからなる。

各データ要素４１２のフィールド４１３は、次につなが
るデータ要素４１２を指す。次につながるデータ要素４
１２がないときは、値「０」が入っている。フィールド
４１４は、直前のデータ要素４１２を指す。直前のデー
タ要素４１２がないときは、値「０」が入っている。フ
ィールド４１５は、主メモリ６の使用ページのアドレス
が入っている。

次に、第４図〜第６図を参照して、前記論理／論理ペー
ジ変換プログラム２８の作動および上記メモリ管理プロ
グラム２４の作動について具体的に説明する。

第４図に示すように、オペレーティングシステム２３は
、応用プログラム２１が仮想プログラム空間２６または
仮想ファイル空間２７にアクセスすると、アクセス先の
論理ページＱか主メモリ６上にあるように保証した後（
ステップ５ＩＯ）、その主メモリ６上の該当ページに応
用プログラム２１をアクセスさせる（ステップ５２０）
。

第５図は、前記アクセス先の論理ベージＱが主メモリ６
上にあるように保証する処理である。

ステップＳ１１では、仮想プログラム空間２６または仮
想ファイル空間２７にアクセスした命令が入出力命令か
否かを判定する。入出力命令でないなら仮想プログラム
空間２６をアクセスしたのであり、ステップＳ１２へ進
む。入出力命令であれば仮想ファイル空間２７をアクセ
スしたのであり、ステップＳ１４へ進む。

ステップＳ１２では、命令のオペランドから論理ページ
番号Ｑを取り出す。

ステップＳ１３では、論理ページ番号Ｑをそのまま論理
ページ番号Ｐとする。

ステップＳ３０では、論理ページ番号Ｐのページを主メ
モリ６にロードする。この処理については第６図を参照
して後述する。

一方、ステップＳ１４では、命令のオペランドから論理
ページ番号Ｑを取り出す。

ステップＳ１５では、論理ページ番号Ｑから次式により
論理ページ番号Ｐを算出する。

Ｐ＝ＱＸ４　　　　　　　　　　　　　・・・■ステッ
プＳ４０では、論理ページ番号Ｐのページから論理ペー
ジ番号Ｐ＋３までを一括して主メモリ６にロードする。

この処理については第６図を参照して後述する。

上記ステップＳ１３およびＳ３０は、仮想プログラム空
間２６の１ページ（４にバイト）が仮想メモリ空間２５
の１ページ（４にバイト）に相当することを意味してい
る。例えば、第１図の仮想プログラム空間２６の論理ペ
ージ番号Ｑ０は仮想メモリ空間２５の論理ページ番号Ｐ
０に相当することになる。

また、上記ステップＳ１５およびＳ４０は、仮想ファイ
ル空間２７の１ページ（１６にバイト）が仮想メモリ空
間２５の４ページ（４にバイト）に相当することを意味
している。例えば、第１図の仮想ファイル空間２６の論
理ページ番号Ｑ２は仮想メモリ空間２５の論理ページ番
号Ｐｇ、ＰａＰ１゜、Ｐｌ、に相当することになる。

第６図は、与えられた論理ページ番号Ｐのページまたは
論理ページ番号Ｐから論理ページ番号Ｐ＋３までのペー
ジを主メモリ６上にロードする処理のフローチャートで
ある。

ステップ５０１では、管理テーブル３１のカラム３４を
調べて、与えられた論理ページ番号Ｐのページまたは論
理ページ番号Ｐから論理ページ番号Ｐ＋３までのページ
が主メモリ６上にあるか否かをチエツクする。

主メモリ６上にあるなら処理を終了し、主メモリ６上に
ないならステップ５０３へ進む（ステップ５０２）。

ステップ５０３では、未使用ページチエイン４０００を
たぐり、主メモリ６上の未使用ページを見つける。

未使用ページか見つかればステップ５０８へ進み、未使
用ページが見つからないときはステップ５０５へ進む（
ステップ５０４）。

ステップ５０５では、使用ページチエイン４０ｏ１をた
ぐり、使用ページの最後のページまたは最後のページを
含めて最後のページから４ペ一ジ分を見つける。これら
は最も過去に使用されたページである。見つけたページ
の主メモリ６上のデータをディスク装置８に格納する。

ステップ５０６では、管理テーブル３１を更新する。す
なわち、格納したページに対応するエントリのカラム３
４に値「０」をセットする。また、カラム３３にディス
ク装置８上のアドレスをセットする。

ステップ５０７では、未使用ページチエイン４０００と
使用ページチエイン４００１を更新する。

ステップ５０８では、与えられた論理ページ番号Ｐのペ
ージまたは論理ページ番号Ｐから論理ページ番号Ｐ＋３
までのページのディスク装置８上のデータを、主メモリ
６上の未使用ページに読み込む。

ステップ５０９では、管理テーブル３１を更新する。す
なわち、読み込んだページに対応するエントリのカラム
３４に値「１」をセットする。また、カラム３３に主メ
モリ６上のアドレスをセットする。

ステップ５１０では、未使用ページチエイン４０００と
使用ページチエイン４００１を更新する。

次に、第７図は、本発明の第２の実施例の第１図相当図
である。主メモリ６は、４にバイトページ領域Ａと１６
にバイトページ領域Ｂの２つに分けて管理する。

第８図は、第７図に示す主メモリ６を管理するためのペ
ージチエインである。第３図を参照して説明した４にバ
イトページの未使用ページチエイン４０００と使用ペー
ジチエイン４００１に加えて、１６にバイトページの未
使用ページチエイン１６０００と使用ページチエイン１
６００１を備える。この未使用ページチエイン１６００
０と使用ページチエイン１６００１の構造は、未使用ペ
ージチエイン４０００と使用ページチエイン４００１の
構造と同様である。

この第２の実施例における論理／論理ページ変換プログ
ラム２８の作動および上記メモリ管理プログラム２４の
作動は、４にバイトページについての第６図に示す如き
処理と、１６バイトページについての第６図に示す如き
処理とを別個に備えて、これら２つの処理を、応用プロ
グラム２１の命令が仮想プログラム空間２６をアクセス
するのか仮想ファイル空間２７をアクセスするのかに応
じて選択するものとなる。

以上の説明から理解されるように、データの性質に応じ
てページサイズの異なる仮想メモリ空間（仮想プログラ
ム空間２６および仮想ファイル空間２７）を扱うことが
出来るので、より一層の高速処理が可能となる。

ところで、ディスク装置８に対するアクセスの単位は４
にバイトあるいは（４にバイト×４）となるが、ディス
ク装置８の物理的性質を考慮すると、トラック単位ある
いはシリンダ単位とすることが好ましい。このため、デ
ィスク制御装置７は、ディスク装置８に対する実際の入
出力を、トラック単位あるいはシリンダ単位に変換して
行う。

以下、ディスク制御装置７について説明する。

第１０図に示すように、ディスク制御装置７は、システ
ムバス９を介して処理装置２との間でデータやコマンド
を転送するホストインタフェース回路６０８と、ＣＰＵ
６０１と、制御プログラムや管理情報やデータを保持す
るメモリ６０２と、ディスク装置８のセクタ位置を検出
するセクタ検出回路６０３と、ディスク装置８のトラッ
ク単位のデータを保持する多数のエントリを有するトラ
ックバッファ６０６と、ディスク装置８とトラックバッ
フ７６０６の間のデータの転送を行うＤＭＡ回路６０４
と、データのフォーマットを識別してトラックの管理用
情報とデータとを分離するフォーマット識別回路６０５
と、ディスクインタフェース回路６０７とを具備して構
成されている。

トラックサイズが１６にバイトとすると、前記トラック
バッファ６０６の各エントリは１６に／＜イトとなる。

また、ページサイズが４にバイトとすると、４ページで
１トラック分となる。

第１１図は、前記ＣＰＵ６０１で実行されるディスク制
御のためのソフトウェア構成を示すもので、処理装置２
との間でデータやコマンドを転送するためのホストイン
タフェースブロック７０１と、処理装置２から与えられ
たコマンドを解析するコマンド解析ブロック７０２と、
解析したコマンドを実行するコマンド実行ブロック７０
３と前記トラックバッファ６０６を管理するトラックバ
ッファ管理ブロック７０４と、前記ディスクインタフェ
ース回路６０７とトチツクバッフ７６０６の間のデータ
転送を制御するデータ転送制御ブロック７０５と、ディ
スク装置８との間でデータやコマンドを転送するための
ディスクインタフェースブロック７０６と１回転待ち防
止制御を行う回転待ち防止制御ブロック７０７とを有し
て構成されている。

第１２図は、処理装置２とディスク制御装置７の間でや
りとりされるコマンドの形式を示したものである。

このコマンド５５は、ディスク装置８のユニットアドレ
ス５６と、ＲＥＡＤコマンドかＷＲＩ　ＴＥコマンドか
の区別を示すコマンドコード５７と。

ＲＥＡＤデータを格納するか又はＷＲＩＴＥデータを取
り出す主メモリ６上のアドレス５８と、ディスク装置８
上のアクセスすべき領域の開始アドレスを示すシリンダ
番号５９とヘッドアドレス６０とセクタ番号６１と、ア
クセスすべき領域のサイズを示す処理セクタ数６２とか
ら構成されている。

処理装置２は、１ページあるいは複数ページをまとめて
ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥコマンドを発行する。

第１３図は、トラックバッフ７６０６のエントリとディ
スク装置８のトラックの対応を管理するトラックバッフ
ァ管理テーブルを示している。

このトラックバッファ管理テーブル６５は、トラックバ
ッファ管理部７０４にあり、トラックバッファ６０６の
エントリと同数のレコードを有している。

カラム６６は、トラックアドレスであり、シリンダ番号
５９とヘッドアドレス６０とで決められる。

カラム６７は、書き込みフラグであり、「１」のときは
、ディスク装置８へ書き込むべきデータを対応するトラ
ックバッファ６０６のエントリに保持していることを示
している。「０」のときは、ディスク装置８へ書き込む
べきデータを対応するトラックバッファ６０６のエント
リに保持していないことを示している。

カラム６８は、有効フラグであり、このレコードが有効
であるとき「１」、無効であるとき「０」である。

カラム６９は、トラックバッファ６０６上のエントリの
アドレスである。

第１４図は、処理装置２からディスク制御装置７へＲＥ
ＡＤコマンドが発行されたときのディスク制御装置７の
作動のフローチャートである。

ステップ７２では、ＲＥＡＤコマンドに含まれるシリン
ダ番号５９．ヘッドアドレス６０からトラックアドレス
を求める。

ステップ７３では、トラックバッファ管理テーブル６５
のカラム６８（有効フラグ）がｒｌＪで且つ上記トラッ
クアドレスがカラム６６（トラックアドレス）と一致す
るレコードがあるか調べる。

なければ、ステップ７５に移行し、あれば、ステップ７
８に移行する（ステップ７４）。

ステップ７５では、トラックバッファ６０６の空きエン
トリのアドレスを求めるサブルーチンをコールする。こ
のサブルーチンについては、第１６図を参照して後述す
る。

ステップ７６では、前記サブルーチンで求めた空きエン
トリに、ディスク装置８のトラックからデータを読み込
む。トラックのアドレスは、前記ステップ７２で求めた
トラックアドレスである。

ステップ７７では、トラックバッファ管理テーブル６５
を更新する。すなわち、一つのレコードのカラム６６に
トラックアドレスを格納し、カラム６７（書き込みフラ
グ）に「０」をセットし、カラム６８に「１」をセット
し、カラム６９（エントリアドレス）にエントリのアド
レスをセットする。

ステップ７８では、当該レコードのカラム６９からトラ
ックバッファ６０６のエントリのアドレスを求めて、そ
のアドレスのエントリからデータを主メモリ６へ転送し
、ＲＥＡＤ処理を終了する。

上記説明のように、トラックバッフ７６０６に格納され
ているデータに対してＲＥＡＤコマンドが発行されれば
、ディスク装置８を読むことはしないで、トラックバッ
ファ６０６から主メモリ６ヘデータを転送する。このた
め、ディスク装置８に対する入出力を省略できる。

次に、第１５図は、処理装置２からディスク制御装置７
へＷＲＩＴＥコマンドが発行されたときのディスク制御
装置７の作動のフローチャートである。

ステップ８１では、ＷＲＩＴＥコマンドに含まれるシリ
ンダ番号５９．ヘッドアドレス６０からトラックアドレ
スを求める。

ステップ８２では、トラックバッファ管理テーブル６５
のカラム６８が「１」で且つ上記トラックアドレスがカ
ラム６６と一致するレコードがあるか調べる。

なければ、ステップ８４に移行し、あれば、ステップ８
７に移行する（ステップ８３）。

ステップ８４では、トラックバッファ６０６の空きエン
トリのアドレスを求めるサブルーチンをコールする。こ
のサブルーチンについては、第１６図を参照して後述す
る。

ステップ８５では、前記サブルーチンで求めた空きエン
トリに、ディスク装置８からデータを読み込む。このデ
ータのトラックアドレスは、前記ステップ７２で求めた
トラックアドレスである。

ステップ８６では、トラックバッファ管理テーブル６５
を更新する。すなわち、一つのレコードのカラム６６に
該当トラックアドレスを格納し、カラム６７に「０」を
セットし、カラム６８にｒｌＪをセットし、カラム６９
に該当トラックバッファ６０６のエントリのアドレスを
セットする。

ステップ８７では、処理装置２からのデータを、当該ト
ラックバッフ７６０６のエントリに書き込む。そして、
トラックバッファ管理テーブル６５のカラム６７に「１
」をセットし、ＷＲＩＴＥ処理を終了する。

上記説明のように、ＷＲＩＴＥコマンドに対しては、ト
ラックバッファ６０６上に処理装置２からのデータを書
き込むが、ディスク装置８には直ちにデータを書き込ま
ない。そして、ディスク装置８のトラックへの強制書き
込み要求が発行されたときや、トラックバッファ６０６
上に空きエントリが見つけ出せないときや、一つのジョ
ブが終了したときや、ディスク制御装置７がｒｅａｄｙ
状態のときを契機として、カラム６７が「１」のしコー
ドが指すエントリを探し、それらのエントリのデータを
ディスク装置８に書き込む。すなわち、後書きを行なう
。

第１６図は、トラックバッファ６０６の空きエントリを
求めるサブルーチンのフローチャートである。

ステップ９１では、トラックバッファ管理テーブル６５
を調べて、カラム６８が「０」のレコードを探す。

もし、カラム６８が「０」のレコードかあれば、ステッ
プ９３に移行する。なければ、ステップ９４に移行する
。

ステップ９３では、カラム６８が「０」のレコードのカ
ラム６９にあるエントリアドレスをリターン値として、
リターンする。

ステップ９４では、トラックバッファ管理テーブル６５
を調べて、カラム６７が「１」のレコードを探す。

もし、カラム６７が「１」のレコードがなければステッ
プ９６に移行し、あればステップ９７に移行する（ステ
ップ９５）。

ステップ９６では、カラム６７か「０」のレコードのカ
ラム６９にあるエントリアドレスをリターン値として、
リターンする。

ステップ９７では、カラム６７がｒｌＪのレコードのカ
ラム６９にあるエントリアドレスが指すエントリのデー
タを、カラム６６が指すディスク装置８のトラックアド
レスに、書き込む。

ステップ９８では、該当レコードのカラム６７゜６８を
それぞれ「０」にセットする。

ステップ９９では、当該レコードのカラム６９にあるエ
ントリアドレスをリターン値として、リターンする。

第１７図は、第１６図に示した空きエントリを求めるサ
ブルーチンにおいて、空きエントリがないとき（カラム
６８がｒＯＪのレコードがないとき）、使用中のどのエ
ントリを空けるかを決定する方法を示す概念図である。

すなわち、トラックバッファ管理テーブル６５にカラム
１００を追加して、最も新しくアクセスしたレコードが
最後になるようにチエインでつなぐ。また、そのチエイ
ンの最初のレコードへのポインタをポインタ１０１を設
けて格納しておく。

そして、ポインタ１０１からチエインをたどって、第１
６図のステップ９１またはステップ９４の条件を順にテ
ストし、最初に条件を満たしたものを選んで、以後の処
理を行なえばよい。この決定方法は、Ｌ　ＲＵ　（Ｌｅ
ａｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｒｙ　Ｕｓｅｄ）方式と呼ばれる
ものである。

次に、第１８図は、トラックバッファの２以上のエント
リについて続けてディスク装置８にアクセスするときの
スケジュールおよびアクセスのフローチャートである。

この動作は、トラックバッファ管理ブロック７０４によ
り実行される。

ステップ２１１では、トラックバッファ管理テーブル６
５のカラム６８が「１」で且つカラム、６７が「１」の
レコードを求める。

ステップ２１２では、前記ステップ２１１で求めたレコ
ードについて、第１９図に示す如きアクセス順チエイン
を作成する。このアクセス順チエイン２００は、各レコ
ードに対応したポインタ２０３をトラックアドレスの順
にチエインでつないだものである。ポインタ２０３のカ
ラム２０４は、トラックアドレスの小さいものから大き
いものを指す。大きいものがないときは値を「０」とす
る。

カラム２０５は、トラックアドレスの大きいものから小
さいものを指す。小さいものがないときは値を「０」と
する。カラム２０６は、対応するトラックバッファ６０
６のエントリを指す。さらに、ポインタ２０１は、最小
のトラックアドレスのポインタ２０３を指す。また、ポ
インタ２０２は、最大のトラックアドレスのポインタ２
０３を指す。

ステップ２１３では、ディスク装置８に対してコマンド
を発行して、ヘッドの現在位置のトラックアドレスＴｉ
を求める。

ステップ２１４では、前記アクセス順チエイン２００の
ポインタ２０１，２０２の指すポインタ２０３のカラム
２０６が指すエントリより最小トラックアドレスＴＭＩ
ＮＩ　　最大トラックアドレスＴＭＡＸを求める。

ステップ２１５では、 ＴＭＡ、−Ｔｉ　ｌ＜　ｌ　ＴＭＩＮ−Ｔｉなら、ステ
ップ２１６へ進み、 ＴＭＡＸ　　Ｔｉ　　≧　ＴＭＩＮ　　Ｔｉなら、ステ
ップ２１８へ進む。

ステップ２１６では、ヘッドを最大トラックアドレスＴ
　ｗＡｘのトラックへ移動する。

ステップ２１７では、アクセス順チエイン２００のポイ
ンタ２０２から各ポインタ２０３をカラム２０５の順に
たどり、各ポインタ２０３が指すエントリのトラックア
ドレスのトラックに順にアクセスする。アクセスした後
、トラックバッファ管理テーブル６５の該当するレコー
ドのカラム６７を「０」にする。

一方、ステップ２１８では、ヘッドを最小トラックアド
レスＴ工、Ｎのトラックへ移動する。

ステップ２１７では、アクセス順チエイン２００のポイ
ンタ２０１から各ポインタ２０３をカラム２０４の順に
たどり、各ポインタ２０３が指すエントリのトラックア
ドレスのトラックに順にアクセスする。アクセスした後
、トラックバッファ管理テーブル６５の該当するレコー
ドのカラム６７をｒＯＪにする。

上記スケジュールおよびアクセスの作動によれば、例え
ば、第２０図に示すように、トラックアドレスＴ４．Ｔ
３．Ｔ７．Ｔ６．ＴＩのトラックに。

この順（括弧付き番号順）でアクセス要求が発生し、ヘ
ッドの現在位置がトラックアドレスＴ５のトラックであ
るときに、ヘットはまず最大トラ・ツクアドレスＴ７の
トラックへ移動し、次いでトラックアドレスＴ？、Ｔ６
．Ｔ４．Ｔ３．ＴＩの順（丸付き番号順）で各トラック
にアクセスすることとなる。これは最小のヘッドの移動
距離であり、無駄時間がなく、アクセスが高速になる。

次に、第２１図は、前記回転待ち防止制御ブロック７０
７の作動のフローチャートである。

ステップ３０１では、セクタ検出回路６０３により、ヘ
ッドの現在位置のセクタを検出する。

ステップ３０２では、検出したセクタがアクセス要求さ
れた連続領域中のセクタであるか否か判定する。アクセ
ス要求された連続領域中のセクタであるならステップ３
０３へ移行し、そうでないならステップ３０６へ移行す
る。

ステップ３０３では、そのセクタからアクセスを開始し
、前記連続領域の最終セクタまでアクセスする。このと
き、ＣＰＵ６０１は、そのセクタに対応するトラックバ
ッフ７６０６のエントリ上のアドレスを転送先頭アドレ
スとしてＤＭＡ回路６０４に設定する。また、そのセク
タから前記連続領域の最終セクタまでのデータ数を計算
して、そのデータ数を転送データ数としてＤＭＡ回路６
０４に設定する。ＤＭＡ回路６０４は、データ転送に伴
い前記転送データ数をデクリメントし、この値が「０」
になったとき、ＣＰＵ６０１に転送終了を通知する。

ステップ３０４では、セクタ検出回路６０３により前記
連続領域の先頭セクタが検出されるのを待つ。

ステップ３０５では、前記連続領域の先頭セクタからア
クセスを開始し、前記ステップ３０３でアクセスを開始
したセクタの前のセクタまでアクセスする。このとき、
上記ステップ３０３と同様にしてトラックバッファ６０
６のエントリとディスク装置８の間でＤＭＡによりデー
タ転送を行なう。

一方、ステップ３０６では、セクタ検出回路６ｏ３によ
り前記連続領域の先頭セクタが検出されるのを待つ。

ステップ３０７では、前記連続領域の先頭セクタから最
終セクタまでをアクセスする。このとき、上記ステップ
３０３と同様にしてトラックバッフ７６０６のエントリ
とディスク装置８の間でＤＭＡによりデータ転送を行な
う。

例えば、第２２図に示すように、トラックＴのアクセス
すべき連続領域の先頭Ｓから最終Ｅまでの途中Ｈ０にヘ
ッドが位置しているとき、上記回転待ち防止制御がなけ
れば第２３図の上段に示すように時間ｔｏから時間ｔ２
まで回転待ち時間を生じるが、上記回転待ち防止制御が
あれば第２３図の下段に示すように回転待ち時間を生じ
ない。従って、時間ｔ３にはアクセスを終了できる。

すなわち、上記回転待ち防止制御を用いた場合、前記ス
テップ３０１で検出されたセクタがアクセスすべき連続
領域内のセクタであれば直ちにアクセスが開始されるか
ら、従来のように連続領域の先頭セクタか検出されるま
で待機する無駄時間がなくなり、アクセスが高速になる
。

なお、上記回転待ち防止制御がある場合のディスクアク
セス時間ＤＴ、は以下のように導かれる（ただし、シー
ク時間は含まない）。

ＤＴ＋　＝　（０，５＋ｘ　　Ｏ，５ｘ’）Ｌ（但し、
Ｌはディスクの１回転時間） このうち（ｘＬ）はデータアクセス時間であるから、回
転待ち時間ＷＴ、は、 ＷＴ□＝　（０，５−０，５ｘ’）Ｌ となる。

これに対して、回転待ち防止制御のない場合のディスク
アクセス時間ＤＴ、および回転待ち時間ＷＴｏは以下の
ようになる。

ＤＴＯ＝　（０，５＋ｘ）Ｌ ＷＴ、＝　（０，５）Ｌ 第２４図は、上記ＷＴ、とＷＴ、のＸに対する関係を示
すグラフである。この図からも明らかなように、上記回
転待ち防止制御がある場合、アクセスするデータのサイ
ズが１トラツクのデータサイズに近づくほど回転待ち時
間ＷＴ、か小さくなり、１トラツクにアクセスする場合
には「０」になる。すなわち、前記ディスク制御装置７
はトラック単位でディスク装置８にアクセスするから、
回転待ち時間ＷＴ、は「０」となり、アクセスを高速化
できる。

なお、上記トラックバッフ７６０６を主メモリ６上に構
成し、上記ホストインタフェースブロック７０１とトラ
ックバッファ管理ブロックとをオペレーティングシステ
ム２３上に構成してもよい。

以上の説明から理解されるように、上記ディスク制御方
式には以下の利点がある。

（１）仮想メモリ管理方式におけるページ単位の処理を
損わないで、トラック単位またはシリンダ単位を基準と
してディスク装置に対する入出力を行うことが出来る。

これは、ディスク装置の物理的性質に適合しているので
、より高速化できる。

（２）ディスク制御装置のバッファ手段にデータが存在
するときはそのアクセスにディスク入出力を伴わない。

このため、アクセス時間を短縮できる。

（３）２以上のトラック単位またはシリンダ単位につい
て続けてディスク装置にアクセスするとき、予めスケジ
ュールして、トラック間またはシリンダ間のヘッドの移
動距離を最小にする順でアクセスするため、高速化が実
現できる。

（４）アクセスすべき領域の途中にヘッドが位置してい
るときは直ちにアクセスを開始し、前記領域の最初まで
回転待ちしないため、アクセスの遅れをなくすことが出
来る。

（５）上記各効果を得られるため、オペレーティングシ
ステムの仮想メモリ管理プログラムでページの先読み、
後書き、クラスタリングなどの処理をする負担がなくな
る。従って、仮想メモリ管理のオーバヘッドを削減でき
る。

［発明の効果コ 本発明の階層メモリ管理方式によれば、データの性質に
応じたサイズのページをもつ複数種類の仮想メモリ空間
を扱うことが出来るようになるので、より一層の高速処
理が可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の階層メモリ管理方式の一実施例の概要
図、第２図は管理テーブルの概念図、第３図はページチ
エインの概念図、第４図〜第６図はアクセス発生時のオ
ペレーティングシステムの作動のフローチャート、第７
図は本発明の階層メモリ管理方式の他の実施例の概要図
、第８図はページチエインの他側の概念図、第９図は本
発明の階層メモリ管理方式を実施する計算機システムの
構成図、第１０図は本発明のディスク制御装置の一実施
例のハードウェア構成図、第１１図は第１０図のディス
ク制御装置のソフトウェア構成図、第１２図はディスク
入出力コマンドの形式図、第１３図はトラックバッファ
管理テーブルの構成図、第１４図は第１０図のディスク
制御装置のＲＥＡＤ処理の作動のフローチャート、第１
５図は第１０図のディスク制御装置のＷＲＩＴＥ処理の
作動のフローチャート、第１６図は第１０図のディスク
制御装置の空きエントリを求める処理の作動のフローチ
ャート、第１７図は第１６図に示した空きエントリを求
める処理において空きエントリがないとき使用中のどの
エントリを空けるかを決定する方法を示す概念図、第１
８図はスケジュールおよびアクセス処理の作動のフロー
チャート、第１９図はアクセス順チエインの概念図、第
２０図はアクセス順のスケジュールの例示図、第２１図
は回転待ち防止制御の作動のフローチャート、第２２図
はディスクとヘッドの位置の概念図、第２３図は回転待
ち防止制御のタイミング図、第２４図はアクセスするデ
ータサイズと回転待ち時間の特性図、第２５図は従来の
階層メモリ管理方式の概要図である。 （符号の説明） １・・・計算機システム ２・・・処理装置 ６・・・主メモリ ７・・・ディスク制御装置 ８・・・ディスク装置 ２１・・・応用プログラム ２３・・・オペレーティングシステム ２４・・・メモリ管理プログラム ２５・・・仮想メモリ空間 ２６・・・仮想プログラム空間 ２７・・・仮想ファイル空間 ２８・・・論理／論理ページ変換プログラム３１・・・
管理テーブル ６０１・・・ＣＰＵ ６０２・・・メモリ ６０３・・・セクタ検出回路 ６０６・・・トラックバッファ ６０７・・・ディスクインタフェース回路６０８・・・
ホストインタフェース回路７０１・・・ホストインタフ
ェースブロック７０４・・・トラックバッファ管理ブロ
ック７０５・・・データ転送制御ブロック ７０６・・・ディスクインタフェースブロック７０７・
・・回転待ち防止制御ブロック。 第２図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、仮想メモリ空間を実現する階層メモリ管理方式にお
   いて、 論理ページは基本ページサイズおよび基本ページサイズ
   の整数倍のページサイズとし、物理ページは基本ページ
   サイズとし、基本ページサイズの論理ページを１個の物
   理ページに対応付けると共に基本ページサイズの整数倍
   の論理ページを整数個の物理ページに対応付けることを
   特徴とする階層メモリ管理方式。 ２、基本ページサイズの整数倍の論理ページは、ディス
   ク装置のトラックまたはシリンダサイズに近いページサ
   イズとすることを特徴とする請求項１の階層メモリ管理
   方式。 ３、基本ページサイズの論理ページを仮想プログラム空
   間として割り当て、基本ページサイズの整数倍の論理ペ
   ージを仮想ファイル空間として割り当てることを特徴と
   する請求項１または請求項２の階層メモリ管理方式。 ４、アクセス命令が仮想プログラム空間にアクセスする
   のか仮想ファイル空間にアクセスするのかを判定するア
   クセス先判定手段と、仮想プログラム空間にアクセスす
   ると判定した場合は論理ページを１個の物理ページに対
   応付けると共に仮想ファイル空間にアクセスすると判定
   した場合は論理ページを整数個の物理ページに対応付け
   る管理手段を具備したことを特徴とする階層メモリ管理
   装置。