JPH0465415B2

JPH0465415B2 -

Info

Publication number: JPH0465415B2
Application number: JP59011196A
Authority: JP
Inventors: Naoya Oono
Original assignee: Nippon Electric Co Ltd
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1984-01-24
Filing date: 1984-01-24
Publication date: 1992-10-20
Also published as: JPS60153552A

Description

【発明の詳細な説明】本発明は仮想記憶方式としてセグメンテーシヨ
ン・ページング方式を採用している計算機システ
ムにおけるセグメント一括ロード方式に関する。

セグメンテーシヨン方式による仮想記憶方式に
おいては、プログラムの論理的なかたまりをセグ
メントとし、これを単位としてプログラムの保護
およびプログラムの主記憶への割当てを行つてい
る。前述のようにセグメントはプログラムの論理
的なかたまりを単位としているので、その大きさ
（サイズ）はプログラムに依存し、各セグメント
により異なつている。このため、セグメントの主
記憶への割当てに際しては、必要なセグメントの
サイズを満たす主記憶の空きエリアを見出す必要
があり、さらに、そのサイズを満たす空きエリア
が存在しない場合には、主記憶上での割当て済み
のセグメントのサイズおよびその前後における空
きエリア、あるいはセグメントのサイズ等を考慮
して主記憶から追出すべきセグメントの決定を行
う必要があること、さらに、時間が経過するにつ
れて、小サイズのエリアが増大し、主記憶の使用
率が低下することを防ぐために、ある時点で主記
憶上でセグメントを配置し直す処理、いわゆるガ
ーベージコレクシヨンが必要になる等の問題があ
る。

一方、ページング方式においては、プログラム
をその論理的な構成にかかわりなく、一定のサイ
ズのページに分割する。主記憶も、同じサイズの
かたまり（以後これをページフレームとよぶ）に
分割し、ここに、ページを割当てるためにセグメ
ンテーシヨン方式の場合のような空きスペースの
サイズの考慮が不要となり、割当ての管理が簡単
化されるという長所がある。

セグメンテーシヨン・ページング方式は、プロ
グラムの論理的なかたまりであるセグメントを、
更に固定サイズのページに分割し、主記憶への割
当ては、ページを単位として行うようにしたもの
で、これにより、情報の保護等の論理的な管理に
関してはセグメント単位に、主記憶の割当てのよ
うな物理的な管理に関しては、ページ単位に行う
ことが可能となる。

通常の仮想記憶方式においてはオンデマンド方
式とよばれる制御方式が一般に採用されている。
これは、プログラムの実行において、必要な情報
を含むページあるいはセグメントが主記憶上に存
在しないことが検出された時点で、必要なページ
あるいはセグメントを主記憶上にとり込む方式で
ある。

即ちページング方式、あるいはセグメンテーシ
ヨン・ページング方式においてはプログラムの実
行中にページ不在が検出されると、このページを
割当てるための主記憶の空きページフレームをさ
がしだし、もし空きページフレームがない場合に
は、割当て済みのページフレームを取上げ、空き
ページフレームを作りだしたうえでこのページフ
レームを必要とされるページに割当て、ここに必
要なページ情報を転送することによりそのページ
がアクセスできる状態となる。上述のように、オ
ンデマンド方式においてはページ不在が発生した
時点でページ不在処理により、必要なページを主
記憶にとり込んだ後処理を続行することになるが
このとき、もし、このページと関連の強いページ
を同時に主記憶に取込んでおくことができれば、
同時に取込まれたページへのアクセスに際して
は、ページ不在を発生することなく処理が行なえ
ることになる。

更に、各種制御テーブルのロツク、プロセスの
状態管理、ページングＩ／Ｏの開始処理および終
了処理等一回のページ不在処理においては処理す
るページの数にかかわりなく必要な処理が多くの
部分を占めている。従つて複数個のページに対す
るページ不在処理を複数ページ分をまとめて１回
で行つた場合には、１ページ毎に複数回行う場合
に比べて全体の処理時間を大巾に短縮することが
可能である。

前述のように、セグメンテーシヨン・ページン
グ方式においては論理的に関連のあるかたまりと
してセグメントが識別できるので、ある時点でペ
ージ不在が発生した場合には、これを含むセグメ
ント全体を取込む即ち、一括ロードすることによ
り、ページ不在の発生を抑制している。

しかしながら、このような従来のセグメント一
括ロード方式においてはセグメントのある部分が
アクセスされた時点でそれにひき続く比較的短期
間において他の部分がアクセスされる可能性の高
いもの即ち、関連の強いセグメントとそうでない
セグメントとがあり比較的関連の低いセグメント
についても一括ロードを行うことは主記憶のペー
ジを無駄に専有することになり全体としての計算
機システムの性能を低下させるという欠点があ
る。

さらに、従来方式ではページ不在が発生した時
点でページング用に使用可能な空きページが不足
しているときに、セグメント全体を一括ロードし
ようとすると、空きページを作成するために他の
ページを追出す必要があり、追出されたページが
原因で新たなページフオルトを発生させるような
事態が発生し、全体としての計算機システムの性
能向上につながらないという欠点もある。

本発明の目的は、セグメントの属性としてこの
セグメント内の情報が互いに強い関連をもつか否
かを指定できるようにし、これをセグメント記述
子上に置き、ページ不在発生時に、そのページの
含まれるセグメントの前記属性に応じて一括ロー
ドを行うことを可能とするとともに、ページング
用に使用可能な空きページのレベルに応じて定ま
るページ数の範囲で一括ロードを行うことによ
り、無駄なページ追出しを行わないようにしペー
ジ不在の発生する頻度を少くすることができ、プ
ログラムの実行速度を増大させることができると
ともにページ不在処理のためのオーバヘツドを減
少させることができ計算機システム全体としての
処理能力を向上させることができるセグメント一
括ロード方式を提供することにある。

本発明の方式は、仮想記憶方式としてセグメン
テーシヨン・ページング方式を採用する計算機シ
ステムのセグメント一括ロード方式において、セ
グメントに属するページが接続管理されるべき主
記憶のワーキングセツト枠を指定するための情報
と前記セグメントのロード制御情報とを保持し、
ページングのために使用可能な空きページの状況
を管理し前記空きページの状況に対応して一括ロ
ードすべき最大ページ数情報を保持し、前記主記
憶においてページ不在発生時に該ページに対応す
るセグメントの前記ロード制御情報がページ単位
のロード指定の場合には当該ページのみを前記主
記憶にロードして指定された前記ワーキングセツ
ト枠に接続し前記ロード制御情報が一括ロード指
定の場合には前記最大ページ数情報の定まるペー
ジ数の範囲で当該ページを含み対応するセグメン
トのページを前記主記憶にロードして指定された
前記ワーキングセツト枠に接続して構成される。

次に本発明の一実施例について図面を参照して
詳細に説明する。

第１図ａ，ｂおよび第２図ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ
に、本実施例におけるアドレス変換のための制御
テーブル、主記憶の管理のための制御テーブルの
構成を示す。

本実施例においては、各プロセスに対して仮想
アドレス空間が与えられているものとしており、
仮想アドレスVAは32ビツトからなり、各々上位
から10ビツトのセグメントアドレスSA，10ビツ
トのセグメント内ページアドレスPA，12ビツト
のページ内相対アドレスPRAから構成されるも
のとしている。プロセス制御ブロツクPCB，ｐ
は、アドレス空間指定語ASWをもつ。アドレス
空間指定語ASWは、セグメントテーブルSTのサ
イズSTSZとセグメントテーブルSTへのポイン
タSTPをもつ。セグメントへのポインタSTPで
指定されるセグメントテーブルSTはSTSZ個の
セグメント記述子SDから構成され、各セグメン
ト記述子SDは、第２図ａに示すようにセグメン
トの状態情報SST、属性情報SAT、セグメント
のサイズ（ページ数）PN、ページテーブルPT
へのポインタPTPをもつ。セグメントの属性情
報SATとしては、保護情報PRTに加えて、この
セグメントのページの属すべきワーキングセツト
枠の識別子WSIDおよびこのセグメントの一括ロ
ード指定ビツトＬが設けられる。

セグメント記述子SDのページテーブルPTへの
ポインタPTPでアドレスされるページテーブル
PTは、セグメント記述子SD上のセグメントのサ
イズPNで指定される個数のページ記述子PDから
構成される。各ページ記述子PDは、第２図ｂに
示すようにページの状態情報としてこのページが
主記憶上にあるかどうかを示すビツトＰ、このペ
ージが有効であるかどうかを示すビツトＡ、この
ページに対する書込みアクセスの有無を示すビツ
トＷ，Ｕ、および実ページアドレスRPAをもつ。
実ページアドレスRPAは、Ｐビツトが“１”の
とき、即ちこのページが主記憶MM上にある場合
には、主記憶アドレスを、Ｐビツトが“０”の場
合にはバツキングストアBKSTのアドレスを示
している。

実メモリの管理のために第１図ｂに示す次のテ
ーブルが設けられる。

プール枠制御ブロツクPLCBは、空きページを
管理するための制御ブロツクで、第２図ｃに示す
ように空きページフレーム数PLCNTおよび空き
ページフレームのリストの最初のページおよび最
後のページのアドレスを示すポインタPLTPTR
およびPLLPTRをもつ。

ワーキングセツト管理テーブルWSCTはワー
キングセツト枠識別子WSIDによりアドレスされ
るテーブルで各エントリWSCBは第２図ｄに示
すように対応するワーキングセツト枠（以後WS
枠と略する）に属するページフレーム数
WSCNT、このWS枠に属するページのリストの
先頭および末尾のページのアドレスを示すポイン
タWSTPTR，WSLPTRその他の情報に加えて、
このWS枠に属するセグメントに対して一括して
ロードできる最大ページ数NXPNをもつ。

メモリマツプテーブルMMTは主記憶上の各ペ
ージフレームに対応したエントリをもち、各エン
トリMMEは、第２図ｅに示すようにこのページ
フレームの状態情報FST、使用状況情報FUS、
このページフレーム、このWS枠に接続されてい
るページフレーム数のリストを管理するための前
方向および逆方向へのポインタFPおよびBP、こ
の実ページが割当てられている仮想アドレスを示
すための情報LADRS、この実ページに対応する
バツキングストアアドレスBSADRSが保持され
ている。

本実施例においては、実ページ（ここではこれ
をページフレームと呼ぶ）はプール枠、あるいは
ワーキングセツト枠（WS枠）のいずれかに接続
され管理される。

未使用の全ページフレームは、第３図ａ，ｂに
示すように各ページフレームに対応するメインメ
モリエントリMMEの順方向および逆方向のポイ
ンタFP，BPによりリスト状に連結され、その先
頭ポインタPLTPTRおよび末尾ポインタ
PLLPTR、およびこのリストに接続されている
ページの数即ち空きページフレーム数PLCNTが
プール枠制御ブロツクPLCBに登録されている。

また、本実施例においては、プールの空き状況
のレベルとしては一定の値を基準としてそれ以上
の空ページのある充足モードとそれより少ない空
ページしかない不足モードの２個のレベルが設け
られており、これはプール枠制御ブロツク上に設
定されたしきい値PTH（前記の一定の値）と空き
ページフレーム数PLCNTにより定められ、同じ
くプール枠制御ブロツクPLCB上のレベルフイー
ルドLVLに設定されるものとしている。LVL＝
０即ち不足モードにおける一括転送ページ数、
LVL＝“１”即ち充足モードにおける一括転送ペ
ージ数も同じくプール枠制御ブロツクPLCBの
LPN１，LPN２フイールドに各々設定されてい
る。

空きページの場合と同様に、使用中のページは
いずれかのワーキングセツト枠に接続され管理さ
れる。各ページの属すべきワーキングセツト枠は
そのページの属するセグメントに対応するセグメ
ント記述子SDに指定されている。

ワーキングセツト枠、プール枠へのページの接
続、切離しはWS制御ブロツクWSCB、あるいは
プール枠制御ブロツクPLCBのページ数WSCNT
またはPLCNT、先頭ポインタWSTPTR，
PLTPTRおよび末尾ポインタWSLPTR，
PLLPTR、メインメモリエントリMMEのポイン
タFP，BPを更新することにより行われる。

WS枠、プール枠へのページの接続は、ページ
リストの先頭に追加するという形で行われる。
（第３図ｂ参照）。プール枠からのページの切離し
は、ページリストの末尾から行われる。WS枠か
らのページの切離しは、ページの使用状況等によ
り決定されたリスト上の任意の位置のページに対
して行われる。

主記憶へのアクセスに際しての、仮想アドレス
から実アドレスへの変換は次のように行われる。
ここでは仮想アドレスは、セグメントアドレス
SAとして値ｉ、ページアドレスPAとして値ｊ、
ページ内アドレスPRAとして値ｋをもつとする。
まず現在実行中のプロセスｐのプロセス制御ブロ
ツクPCB，ｐのアドレス空間指定語ASWによ
り、セグメントテーブルSTの主記憶上の開始番
地を知り、この第ｉ番目のセグメント記述子SDi
を読出す。セグメント記述子SDiの状態情報
SST、アクセス保護情報PRT等をチエツクし正
当なアクセスならばセグメント記述子SDi上のペ
ージテーブルへのポインタPTPによりセグメン
トｉに対応するページテーブルPTiの開始番地を
知り、この第ｊ番目のページ記述子PDijを読出
す。Ｐビツトが“１”ならば、必要とされるペー
ジは、主記憶上に存在することになりページ記述
子PDij上の実アドレスRPAにより主記憶上のペ
ージアドレスを知り、これと仮想アドレスのペー
ジ内アドレスｋにより、実アドレスを得ることが
できる。Ｐ＝“０”の場合即ちページ不在の場合
には次に示すようなページ不在処理が必要とな
る。

次に、第４図により、本実施例におけるページ
不在処理の説明を行う。

プログラムの実行に際して、ページ不在が発生
したとき、即ち仮想アドレスVA（SA＝ｉ，PA
＝ｊ，PRA＝ｋとする）から実アドレスへの変
換に際して、仮想アドレスVAで指定される仮想
ページに対応するページ記述子PDijのＰビツト
が０であつた場合には、ページ不在処理として、
次の処理が行われる。まず、ページ不在を発生さ
せたプロセスの状態を実行不能の状態とする（ス
テツプ101）。

次に、このページを含むセグメントｉに対応す
るセグメント記述子SDiを読出し、その一括ロー
ド指定ビツトＬを調べる（ステツプ102）。

一括ロード指定ビツトＬが“０”のとき即ち、
一括ロード指定でない場合には必要ページ数を１
として、次の処理に移る（ステツプ103）。

一括ロード指定ビツトＬが“１”のとき即ち、
一括ロード指定の場合にはセグメント記述子SDi
上のセグメントサイズPNからこのセグメントの
ページ数を得る。次に、プール枠制御ブロツク
PLCBを調べ、空き状況のレベルLVLに対応する
一括ロードページ数（LVL＝“０”のときはLPN
１，LVL＝“１”のときはLPN２）を読出し、こ
の値と、先に得られたセグメントサイズPNとを
比較し、小さい方の値を転送ページ数として次の
処理に進む（ステツプ104，105および106）。

すなわち転送ページ数で指定された数の空きペ
ージフレームをプール枠から取はずし、対応する
ワーキングセツト枠（セグメント記述子SDiの
WS枠識別子WSIDで指定されるWS枠）に接続す
る（ステツプ107）。

次に新たに対応するWS枠に接続されたページ
フレームに対応するメモリマツプテーブルエント
リMMEの仮想アドレス情報LADRSに対応する
ページの仮想アドレスを書込む。即ち、Ｌ＝０の
場合には、ページ不在を発生したページの仮想ア
ドレスを、Ｌ＝“１”の場合にはページ不在を発
生したページを先頭にして、これに続くページの
仮想アドレスを先に得られた転送ページ数までの
範囲で各メモリマツプテーブルエントリMMEに
順次書込む。転送ページ数に達しないうちに、セ
グメントのページ数に達した場合には、前記ペー
ジ不在を発生させたページに先立つページの仮想
アドレスを転送ページ数までの範囲で各メモリマ
ツプテーブルエントリMMEに順次書込む。仮想
アドレスとしては、ページ不在を発生したプロセ
スの識別名ｐおよびセグメントアドレス、ページ
アドレスが書込まれる（ステツプ108）。

次につなぎかえたページフレームがページ不在
処理中であることを示すために、メモリマツプテ
ーブルエントリMMEにつなぎかえ処理中である
という状態をセツトする（ステツプ109）。

この後、バツキングストアBKSTから、新た
に割当てられた主記憶ページフレームへの情報の
転送を行うために次の処理を行う。転送すべきペ
ージ（Ｌ＝０の場合は、ページ不在を発生させた
ページ、Ｌ＝１の場合は先に選んだ一括ロード対
象ページ）に対応するページ記述子PDを読出し、
その実アドレス部RPAにより、転送すべきペー
ジの格納されているバツキングストアアドレスを
得る。このバツキングストアアドレスを読出しの
バツキングストアアドレスとし、先に割当てられ
たページフレーム番号を書込みアドレスとしてチ
ヤネルプログラムを作成する。Ｌ＝０の場合には
１ページの転送のためのチヤネルプログラムが、
Ｌ＝１の場合には、セグメントの一括ロードの対
象となる全ページ分を転送するチヤネルプログラ
ムが作成される（ステツプ110）。

次にこのチヤネルプログラムにより、Ｉ／Ｏを
起動し（ステツプ111）バツキングストアＩ／Ｏ
の完了を待ちあわせる（ステツプ112）。バツキン
グストアＩ／Ｏが完了した時点で、完了処理のた
めに次に移る。

すなわちバツキングストアＩ／Ｏが完了しペー
ジが使用可能な状態になつたことを反映するため
に次の処理を行う。対象ページフレームに対応す
るメモリマツプテーブルエントリMMEの状態を
ページ不在処理が完了した状態にセツトする（ス
テツプ114）。この後、対応するページ記述子PD
のＰビツトを“１”とし使用可能な状態とする
（ステツプ115）。

このあとページ不在を発生したプロセスの状態
を実行可能な状態とし、処理を完了する（ステツ
プ116）。

これにより、Ｌ＝“１”即ち、一括ロード指定
があつた場合には空きページレベルに対応するペ
ージ数のセグメントの対象ページ全体が一括ロー
ドされ使用可能な状態となり、Ｌ＝“０”の場合
にはページ不在を発生したページだけがロードさ
れ使用可能な状態となる。

以上本発明の一実施例について説明したが本実
施例は主記憶のページフレームの割当ての管理の
単位であるワーキングセツト枠毎に一括ロードす
べきであるかどうかの指定を保持するとともにプ
ールの空き状況レベル、およびレベルに対応した
一括ロードすべき最大数を保持しておき、ページ
不在処理に際しては、空きページのレベルに対応
した最大数の範囲でセグメントの一括ロードを行
ない、以後の同一セグメントの他ページに対する
アクセスに際してはページ不在処理を行うことな
く処理を行えるようにすることにより、プログラ
ムの実行を高速に行なうことができ、更には、ペ
ージ不在処理の必要な回数を少くし、システムオ
ーバヘツドを減少させることにより全体としての
処理能力を向上させることができる。

仮想アドレス空間におけるセグメント数、最大
セグメントサイズ、ページサイズ等は本実施例の
値に限られるものではなく、またセグメントアド
レスを、２段変換することも可能である。

また、本実施例においては、説明を簡単にする
ために本発明と直接の関係がない部分については
各制御テーブルの構成について詳しい説明は省略
してあるが、たとえば、WS枠については、実際
には説明におけるフイールド以外にWS枠につな
ぐことのできる最大ページ数、最小ページ数、ワ
ーキングセツトの期待値等、ワーキングセツトの
適切な管理のための種々のフイールドを追加する
ことが可能である。また、本実施例の説明におい
ては、ページ不在に際してプール枠に必要なペー
ジ数が存在しなかつた場合の処理の詳細について
はふれていないがこれについても従来行われてい
る空きページ作成のための種々の手法が適用可能
である。たとえば本実施例の空きページのWS枠
へのつなぎかえに際して、空きページが不足した
場合にはこれを回復するための処理が当然起動さ
れることになる。また、空きページ数が変更され
る毎に、空きレベルも更新すべきであることは明
らかである。

また、本実施例においては、空きページの状況
として充足レベル、不足レベルの２種類しか設定
していないが、本発明はこれに限定されるもので
はなく更に、きめ細かい制御を行うためにレベル
の数を増やすことも可能である。また、各レベル
に対応した最大一括ロードページ数の格納場所も
必ずしもプール枠制御ブロツクとする必要がない
こともあきらかである。

本発明にはプール枠の空き状況レベルと該レベ
ルに対応する一括ロードすべき最大ページ数情報
と主記憶のワーキングセツト枠毎に一括ロードす
べきであるかどうかの情報とを保持することによ
り、ページ不在処理に際し空きページのレベルに
対応した最大数の範囲でセグメントの一括ロード
を行なわせることにより主記憶を有効に利用でき
るとともにページ不在処理回数を減少せしめてシ
ステムのオーバヘツドを減少させプログラムの実
行を高速化できシステム全体の処理能力を格段に
向上せしめることができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図ａ，ｂは本発明の一実施例における制御
テーブルの全体の構成を示す図、第２図ａはセグ
メント記述子SD，ｂはページ記述子PD，ｃはプ
ール枠制御ブロツクPLCB，ｄはワーキングセツ
ト枠制御ブロツクWSCB，ｅはメモリマツプテ
ーブルエントリMMEの構成を示す図、第３図は
プール枠の構成を示す図でａはページ接続前の状
態をｂは接続後の状態を各々示す図および第４図
は本実施例における動作の概要を示すフロウチヤ
ートである。 VA……仮想アドレス、SA……セグメントア
ドレス、PA……セグメント内ベージアドレス、
PRA……ページ内相対アドレス、PCB，ｐ……
プロセス制御ブロツク、ASW……アドレス空間
指定語、STSZ……セグメントテーブルサイズ、
ST……セグメントテーブル、STP……セグメン
トテーブルへのポインタ、SD……セグメント記
述子、SST……セグメント状態情報、SAT……
セグメント属性情報、PN……セグメントのサイ
ズ、PTP……ページテーブルへのポインタ、
PRT……セグメント保護情報、WSID……ワー
キングセツト枠識別子、Ｌ……一括ロード指定ビ
ツト、PD……ページ記述子、RPA……実ページ
アドレス、BKST……バツキングストア、PLCB
……プール枠制御ブロツク、PLCNT……空ペー
ジフレーム数、PLTPTR……空ページフレーム
リストの最初のページアドレスポインタ、
PLLPTR……空ページフレームリストの末尾の
ページアドレスポインタ、WSCT……ワーキン
グセツト管理テーブル、WSCB……ワーキング
セツト管理テーブルのエントリ、WSCNT……ワ
ーキングセツトに属するページフレーム数、
WSTPTR……ワーキングセツトに属する最初の
ページアドレスポインタ、WSLPTR……ワーキ
ングセツトに属する末尾のページアドレスポイン
タ、MXPN……一括ロード最大ページ数、
MMT……メモリマツプテーブル、MME……メ
モリマツプテーブルエントリ、FST……ページ
フレームの状態情報、FUS……ページフレーム
の使用状況情報、FP……前方向ポインタ、BP…
…逆方向ポインタ、LADRS……実ページの割当
てられている仮想アドレスを示す情報、
BSADRS……実ページの割当てられているバツ
キングストアアドレス情報、PTH……しきい値、
LVL……レベルフイールド、LPN１……不足モ
ード時の一括転送ページ数、LPN２……充足モ
ード時の一括転送ページ数。

Claims

【特許請求の範囲】１仮想記憶方式としてセグメンテーシヨン・ペ
ージング方式を採用する計算機システムのセグメ
ント一括ロード方式において、セグメントに属するページが接続管理されるべ
き主記憶のワーキングセツト枠を指定するための
情報と前記セグメントのロード制御情報とを保持
し、ページングのために使用可能な空きページの状
況を管理し前記空きページの状況に対応して一括
ロードすべき最大ページ数情報を保持し、前記主記憶においてページ不在発生時に該ペー
ジに対応するセグメントの前記ロード制御情報が
ページ単位のロード指定の場合には当該ページの
みを前記主記憶にロードして指定された前記ワー
キングセツト枠に接続し前記ロード制御情報が一
括ロード指定の場合には前記最大ページ数情報の
ページ数の範囲で当該ページを含み対応するセグ
メントのページを前記主記憶にロードして指定さ
れた前記ワーキングセツト枠に接続することを特
徴とするセグメント一括ロード方式。