JPH08263377A - キャッシュメモリ管理方式 - Google Patents
キャッシュメモリ管理方式Info
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- JPH08263377A JPH08263377A JP7094581A JP9458195A JPH08263377A JP H08263377 A JPH08263377 A JP H08263377A JP 7094581 A JP7094581 A JP 7094581A JP 9458195 A JP9458195 A JP 9458195A JP H08263377 A JPH08263377 A JP H08263377A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 実行するプログラムの性質に応じて最も効率
的にキャッシュメモリを利用することができるキャッシ
ュメモリ管理方式の提供。 【構成】 システム初期化時に、キャッシュメモリ１３
の各キャッシュブロックに対して物理メモリ空間中のフ
リーな物理メモリページをリスト化し、各キャッシュブ
ロックに対応するヘッダに繋げてフリーメモリリスト１
２を作成するフリーメモリリスト初期化手段１５と、仮
想メモリ空間と各キャッシュブロックとの対応付けを管
理するメモリ領域定義テーブル２０と、システム初期化
時に、メモリ領域定義テーブル２０の内容をユーザが指
定する内容で設定するメモリ領域定義テーブル初期化手
段１６と備え、システム動作時に、要求された仮想メモ
リ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領域定義
テーブル２０より検索し、検索されたキャッシュブロッ
クに対応するフリーメモリリスト１２から対応する物理
メモリページを検索し、要求された処理を行う。
的にキャッシュメモリを利用することができるキャッシ
ュメモリ管理方式の提供。 【構成】 システム初期化時に、キャッシュメモリ１３
の各キャッシュブロックに対して物理メモリ空間中のフ
リーな物理メモリページをリスト化し、各キャッシュブ
ロックに対応するヘッダに繋げてフリーメモリリスト１
２を作成するフリーメモリリスト初期化手段１５と、仮
想メモリ空間と各キャッシュブロックとの対応付けを管
理するメモリ領域定義テーブル２０と、システム初期化
時に、メモリ領域定義テーブル２０の内容をユーザが指
定する内容で設定するメモリ領域定義テーブル初期化手
段１６と備え、システム動作時に、要求された仮想メモ
リ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領域定義
テーブル２０より検索し、検索されたキャッシュブロッ
クに対応するフリーメモリリスト１２から対応する物理
メモリページを検索し、要求された処理を行う。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ＣＰＵと主記憶メモリ
の間にキャッシュメモリを設置し、ハードウェアが主記
憶メモリの物理メモリアドレスを用いてキャッシュメモ
リとの対応付けを行い、主記憶メモリへのアクセスを高
速化する計算機システムに関し、特にキャッシュメモリ
の利用方法をソフトウエアで指定できるようにして計算
機システムで実行されるプログラムの性質によって効率
良くキャッシュメモリを使用することを可能にするキャ
ッシュメモリ管理方式に関する。
の間にキャッシュメモリを設置し、ハードウェアが主記
憶メモリの物理メモリアドレスを用いてキャッシュメモ
リとの対応付けを行い、主記憶メモリへのアクセスを高
速化する計算機システムに関し、特にキャッシュメモリ
の利用方法をソフトウエアで指定できるようにして計算
機システムで実行されるプログラムの性質によって効率
良くキャッシュメモリを使用することを可能にするキャ
ッシュメモリ管理方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、キャッシュメモリの使用方法とし
ては、ＣＰＵで実行するプログラムの命令部（Ｉ）用と
データ部（Ｄ）用にキャッシュメモリを分解し、それぞ
れ個別にキャッシュ処理を行うか、あるいは分割を行わ
ずに命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）を混在させて使用す
るかのいずれかの方法が存在する。キャッシュメモリ
は、主記憶メモリに比べて記憶容量が非常に小さいた
め、通常主記憶メモリ上の複数の領域がキャッシュメモ
リの同一領域に対応付けられる。
ては、ＣＰＵで実行するプログラムの命令部（Ｉ）用と
データ部（Ｄ）用にキャッシュメモリを分解し、それぞ
れ個別にキャッシュ処理を行うか、あるいは分割を行わ
ずに命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）を混在させて使用す
るかのいずれかの方法が存在する。キャッシュメモリ
は、主記憶メモリに比べて記憶容量が非常に小さいた
め、通常主記憶メモリ上の複数の領域がキャッシュメモ
リの同一領域に対応付けられる。
【０００３】このため、ＣＰＵで実行されているプログ
ラムが同一のキャッシュメモリ領域に対応する異なる主
記憶メモリ領域をアクセスすると、前にキャッシュメモ
リにロードされた内容が無効化されてしまうために、使
用効率が低下するという問題がある。すなわち、キャッ
シュメモリの競合による効率低下が発生する。この解決
策としてキャッシュメモリを命令部（Ｉ）用とデータ部
（Ｄ）用に分割し、この間では競合が起こらないように
しているが、競合が発生する要因は命令部（Ｉ）とデー
タ部（Ｄ）だけに限らないため、他の要因での競合によ
る効率低下は防止できない。
ラムが同一のキャッシュメモリ領域に対応する異なる主
記憶メモリ領域をアクセスすると、前にキャッシュメモ
リにロードされた内容が無効化されてしまうために、使
用効率が低下するという問題がある。すなわち、キャッ
シュメモリの競合による効率低下が発生する。この解決
策としてキャッシュメモリを命令部（Ｉ）用とデータ部
（Ｄ）用に分割し、この間では競合が起こらないように
しているが、競合が発生する要因は命令部（Ｉ）とデー
タ部（Ｄ）だけに限らないため、他の要因での競合によ
る効率低下は防止できない。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来のキャッ
シュメモリ管理方式では、命令部（Ｉ）とデータ部
（Ｄ）以外の要因によるキャッシュメモリ競合による効
率低下を防止することができないという問題がある。実
際に、命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）以外の要因として
は、ＯＳメモリ空間とユーザメモリ空間での競合が一例
として考えられる。ユーザメモリ空間上のユーザプログ
ラムはＯＳのサービスを受けるためにシステムコールを
発行し、ＯＳメモリ空間上のＯＳプログラムが実行され
るが、この時ＯＳプログラムがユーザプログラムの使用
するキャッシュメモリと競合しユーザプロクラムの内容
を無効化してしまう。
シュメモリ管理方式では、命令部（Ｉ）とデータ部
（Ｄ）以外の要因によるキャッシュメモリ競合による効
率低下を防止することができないという問題がある。実
際に、命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）以外の要因として
は、ＯＳメモリ空間とユーザメモリ空間での競合が一例
として考えられる。ユーザメモリ空間上のユーザプログ
ラムはＯＳのサービスを受けるためにシステムコールを
発行し、ＯＳメモリ空間上のＯＳプログラムが実行され
るが、この時ＯＳプログラムがユーザプログラムの使用
するキャッシュメモリと競合しユーザプロクラムの内容
を無効化してしまう。
【０００５】この様な場合、実行性能の低下につながる
が、上述したようにキャッシュメモリを命令部（Ｉ）と
データ部（Ｄ）で単に分割するだけでは競合防止ができ
ない。また、どのような要因で競合が発生するかは、Ｃ
ＰＵで実行するプログラムによってさまざまであり、従
来のようにキャッシュメモリの使用法が静的に決まって
いる場合には、実行するプログラムによってキャッシュ
メモリの使用効率が良くなったり悪くなったりする。
が、上述したようにキャッシュメモリを命令部（Ｉ）と
データ部（Ｄ）で単に分割するだけでは競合防止ができ
ない。また、どのような要因で競合が発生するかは、Ｃ
ＰＵで実行するプログラムによってさまざまであり、従
来のようにキャッシュメモリの使用法が静的に決まって
いる場合には、実行するプログラムによってキャッシュ
メモリの使用効率が良くなったり悪くなったりする。
【０００６】本発明は、上記従来の欠点を解消し、実行
するプログラムの性質に応じて最も効率的にキャッシュ
メモリを利用することができるキャッシュメモリ管理方
式を提供することを目的とする。
するプログラムの性質に応じて最も効率的にキャッシュ
メモリを利用することができるキャッシュメモリ管理方
式を提供することを目的とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明のキャッシュメモリ管理方式は、複数のキャ
ッシュブロックより構成されたキャッシュメモリと、前
記各キャッシュブロックに対するヘッダにより構成され
るフリーメモリ・リストヘッダと、システム初期化時
に、前記各キャッシュブロックに対して物理メモリ空間
中のフリーな物理メモリページをリスト化し、各キャッ
シュブロックに対応する前記ヘッダに繋げてフリーメモ
リ・リストを作成するフリーメモリ・リスト初期化手段
と、仮想メモリ空間と前記各キャッシュブロックとの対
応付けを管理するメモリ領域定義テーブルと、システム
初期化時に、前記メモリ領域定義テーブルの内容をユー
ザが指定する内容で設定するメモリ領域定義テーブル初
期化手段と、システム動作時に、要求された仮想メモリ
空間に対応するキャッシュブロックを前記メモリ領域定
義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロック
に対応する前記フリーメモリ・リストから対応する物理
メモリページを検索し、要求された処理を行う要求処理
手段とを構成としている。
め、本発明のキャッシュメモリ管理方式は、複数のキャ
ッシュブロックより構成されたキャッシュメモリと、前
記各キャッシュブロックに対するヘッダにより構成され
るフリーメモリ・リストヘッダと、システム初期化時
に、前記各キャッシュブロックに対して物理メモリ空間
中のフリーな物理メモリページをリスト化し、各キャッ
シュブロックに対応する前記ヘッダに繋げてフリーメモ
リ・リストを作成するフリーメモリ・リスト初期化手段
と、仮想メモリ空間と前記各キャッシュブロックとの対
応付けを管理するメモリ領域定義テーブルと、システム
初期化時に、前記メモリ領域定義テーブルの内容をユー
ザが指定する内容で設定するメモリ領域定義テーブル初
期化手段と、システム動作時に、要求された仮想メモリ
空間に対応するキャッシュブロックを前記メモリ領域定
義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロック
に対応する前記フリーメモリ・リストから対応する物理
メモリページを検索し、要求された処理を行う要求処理
手段とを構成としている。
【０００８】また、他の態様では、システム動作中の任
意の時点で発生するメモリ領域定義テーブルの更新要求
によって起動され、指定された内容で該メモリ領域定義
テーブルの内容を更新するメモリ領域定義テーブル更新
手段をさらに具備することを構成としている。
意の時点で発生するメモリ領域定義テーブルの更新要求
によって起動され、指定された内容で該メモリ領域定義
テーブルの内容を更新するメモリ領域定義テーブル更新
手段をさらに具備することを構成としている。
【０００９】上記目的を達成する他のキャッシュメモリ
管理方式は、上記の要求処理手段が、システム動作時に
発生するメモリ割り付け要求により起動され、要求され
た仮想メモリ空間に対応するキャッシュブロックをメモ
リ領域定義テーブルより検索し、検索されたキャッシュ
ブロックに対応するフリーメモリ・リストからフリーな
物理メモリページを取得して割り付け対象の仮想メモリ
空間に対応付けることを構成としている。
管理方式は、上記の要求処理手段が、システム動作時に
発生するメモリ割り付け要求により起動され、要求され
た仮想メモリ空間に対応するキャッシュブロックをメモ
リ領域定義テーブルより検索し、検索されたキャッシュ
ブロックに対応するフリーメモリ・リストからフリーな
物理メモリページを取得して割り付け対象の仮想メモリ
空間に対応付けることを構成としている。
【００１０】上記目的を達成する他のキャッシュメモリ
管理方式は、上記の要求処理手段が、システム動作時に
発生するメモリ解放要求により起動され、解放対象の仮
想メモリ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領
域定義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロ
ックに対応する物理メモリページをフリーメモリ・リス
トに戻すことを構成としている。
管理方式は、上記の要求処理手段が、システム動作時に
発生するメモリ解放要求により起動され、解放対象の仮
想メモリ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領
域定義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロ
ックに対応する物理メモリページをフリーメモリ・リス
トに戻すことを構成としている。
【００１１】
【作用】本発明では、システムの初期化時やシステムの
動作中に、プログラム動作時の性質に応じてキャッシュ
メモリの使用方法をソフトウエアによって変更できるよ
うに構成したので、キャッシュメモリの競合を回避で
き、主記憶メモリへのアクセス性能の低下の防止するこ
とができる。従って、実行するプログラムの性質に応じ
て最も効率的にキャッシュメモリを利用することができ
るようになる。
動作中に、プログラム動作時の性質に応じてキャッシュ
メモリの使用方法をソフトウエアによって変更できるよ
うに構成したので、キャッシュメモリの競合を回避で
き、主記憶メモリへのアクセス性能の低下の防止するこ
とができる。従って、実行するプログラムの性質に応じ
て最も効率的にキャッシュメモリを利用することができ
るようになる。
【００１２】
【実施例】以下、本発明の実施例の詳細を図面に基づい
て説明する。図１は本発明の第１実施例によるキャッシ
ュメモリ管理方式を示すモデル図である。
て説明する。図１は本発明の第１実施例によるキャッシ
ュメモリ管理方式を示すモデル図である。
【００１３】同図に示おいて、キャッシュメモリ１３
は、一定の大きさで分割・管理されており、個々の分割
単位をキャッシュブロックといい、全部でｎ個のキャッ
シュブロック＃１〜＃ｎより構成されている。
は、一定の大きさで分割・管理されており、個々の分割
単位をキャッシュブロックといい、全部でｎ個のキャッ
シュブロック＃１〜＃ｎより構成されている。
【００１４】フリーメモリ・リストヘッダ１２は、各キ
ャッシュブロック＃１〜＃ｎに対するｎ個のヘッダ領域
により構成される。
ャッシュブロック＃１〜＃ｎに対するｎ個のヘッダ領域
により構成される。
【００１５】システム初期化手段１４は、フリーメモリ
初期化手段１５及びメモリ領域定義テーブル初期化手段
１６の呼び出しを行う。
初期化手段１５及びメモリ領域定義テーブル初期化手段
１６の呼び出しを行う。
【００１６】フリーメモリ初期化手段１５は、システム
初期化手段１４より呼び出されると、上記のフリーメモ
リ・リストヘッダ１２を作成し、全てのフリーな物理メ
モリページ（フリーメモリ・リスト１１）からその内容
がハードウエアによって対応するキャッシュブロックに
キャッシュ（ロード）される物理メモリページの線形リ
ストを構成する。キャッシュブロックと物理メモリペー
ジの対応付けは、（キャッシュブロック番号）＝（物理
メモリページアドレス）ｍｏｄ（ｎ）となるように配置
する。ここで、ＡｍｏｄＢは、ＡをＢで割った余りを意
味している。
初期化手段１４より呼び出されると、上記のフリーメモ
リ・リストヘッダ１２を作成し、全てのフリーな物理メ
モリページ（フリーメモリ・リスト１１）からその内容
がハードウエアによって対応するキャッシュブロックに
キャッシュ（ロード）される物理メモリページの線形リ
ストを構成する。キャッシュブロックと物理メモリペー
ジの対応付けは、（キャッシュブロック番号）＝（物理
メモリページアドレス）ｍｏｄ（ｎ）となるように配置
する。ここで、ＡｍｏｄＢは、ＡをＢで割った余りを意
味している。
【００１７】メモリ領域定義テーブル初期化手段１６
は、システム初期化手段１４より呼び出されると、ユー
ザが定義した仮想メモリアドレスとその空間用に利用す
るキャッシュブロックの番号情報をメモリ領域定義テー
ブル２０に登録する。
は、システム初期化手段１４より呼び出されると、ユー
ザが定義した仮想メモリアドレスとその空間用に利用す
るキャッシュブロックの番号情報をメモリ領域定義テー
ブル２０に登録する。
【００１８】メモリ領域定義テーブル２０の各エントリ
は、各仮想メモリ空間の開始アドレス（ＶＡＤＤｘｓ；
ｘ＝１，２，…）および終端アドレス（ＶＡＤＤｘｅ；
ｘ＝１，２，…）と、該仮想アドレス空間の内容をキャ
ッシュ処理するのに使用されるキャッシュメモリの開始
キャッシュブロック番号（ＢＬＫｘｓ；ｘ＝１，２…）
および終端キャッシュブロック番号（ＢＬＫｘｅ；ｘ＝
１，２，…）との対から構成される。
は、各仮想メモリ空間の開始アドレス（ＶＡＤＤｘｓ；
ｘ＝１，２，…）および終端アドレス（ＶＡＤＤｘｅ；
ｘ＝１，２，…）と、該仮想アドレス空間の内容をキャ
ッシュ処理するのに使用されるキャッシュメモリの開始
キャッシュブロック番号（ＢＬＫｘｓ；ｘ＝１，２…）
および終端キャッシュブロック番号（ＢＬＫｘｅ；ｘ＝
１，２，…）との対から構成される。
【００１９】メモリ割り付け解放手段１９は、メモリ割
り付け要求１７を受け付けると、割り付けを行う仮想メ
モリページのアドレスより対応するキャッシュブロック
番号をメモリ領域定義テーブル２０より検索し、このキ
ャッシュブロック番号に対応するフリーメモリ・リスト
ヘッダ１２のヘッダにリンクされているフリーな物理メ
モリページを確保し、要求された仮想メモリページに割
り付ける。仮想アドレスとキャッシュブロック番号との
対応付けの一例は、（キャッシュブロック番号）＝（Ｂ
ＬＫｘｓ）＋（仮想アドレス）ｍｏｄ（ＢＬＫｘｅ−Ｂ
ＬＫｘｓ＋１）（ｘ＝１、２、…）となる。
り付け要求１７を受け付けると、割り付けを行う仮想メ
モリページのアドレスより対応するキャッシュブロック
番号をメモリ領域定義テーブル２０より検索し、このキ
ャッシュブロック番号に対応するフリーメモリ・リスト
ヘッダ１２のヘッダにリンクされているフリーな物理メ
モリページを確保し、要求された仮想メモリページに割
り付ける。仮想アドレスとキャッシュブロック番号との
対応付けの一例は、（キャッシュブロック番号）＝（Ｂ
ＬＫｘｓ）＋（仮想アドレス）ｍｏｄ（ＢＬＫｘｅ−Ｂ
ＬＫｘｓ＋１）（ｘ＝１、２、…）となる。
【００２０】また、メモリ割り付け解放手段１９は、メ
モリ解放要求１８を受け付けると、解放を行う仮想メモ
リページのアドレスより対応するキャッシュブロック番
号をメモリ領域定義テーブル１０より検索し、このキャ
ッシュブロック番号に対応するフリーメモリ・リストヘ
ッダ１２のヘッダで管理されているフリーメモリ・リス
ト２０中に、この仮想メモリページに割り付けられてい
た物理メモリページを戻す。仮想アドレスとキャッシュ
ブロック番号との対応付けには、メモリ割り付け時に使
用したものと同じ方法を用いる。
モリ解放要求１８を受け付けると、解放を行う仮想メモ
リページのアドレスより対応するキャッシュブロック番
号をメモリ領域定義テーブル１０より検索し、このキャ
ッシュブロック番号に対応するフリーメモリ・リストヘ
ッダ１２のヘッダで管理されているフリーメモリ・リス
ト２０中に、この仮想メモリページに割り付けられてい
た物理メモリページを戻す。仮想アドレスとキャッシュ
ブロック番号との対応付けには、メモリ割り付け時に使
用したものと同じ方法を用いる。
【００２１】図２はこのように構成されたキャッシュメ
モリの使用法を説明するための図である。同図に示すよ
うに、例えば仮想メモリ空間２１上のユーザメモリ空間
２２は、メモリ領域定義テーブル２０によりキャッシュ
メモリ１３のキャッシュブロック＃１から＃ｉまでが対
応付けられている。仮想メモリ空間２１上のＯＳメモリ
空間２３は、メモリ領域定義テーブル２０によりキャッ
シュメモリ１３のキャッシュブロック＃ｉ＋１から＃ｎ
までがそれぞれ対応付けられている。この場合、ユーザ
メモリ空間２２とＯＳメモリ空間２３に対応するキャッ
シュブロックは完全に分離されているが、重なるキャッ
シュブロックが存在しても構わない。
モリの使用法を説明するための図である。同図に示すよ
うに、例えば仮想メモリ空間２１上のユーザメモリ空間
２２は、メモリ領域定義テーブル２０によりキャッシュ
メモリ１３のキャッシュブロック＃１から＃ｉまでが対
応付けられている。仮想メモリ空間２１上のＯＳメモリ
空間２３は、メモリ領域定義テーブル２０によりキャッ
シュメモリ１３のキャッシュブロック＃ｉ＋１から＃ｎ
までがそれぞれ対応付けられている。この場合、ユーザ
メモリ空間２２とＯＳメモリ空間２３に対応するキャッ
シュブロックは完全に分離されているが、重なるキャッ
シュブロックが存在しても構わない。
【００２２】ユーザメモリ空間２２上の仮想メモリペー
ジ２４および２５には、物理メモリ空間２８上の物理メ
モリページ２９および３０がそれぞれ割り付けられてい
る。これらの物理メモリページ２９、３０は、メモリ領
域定義テーブル２０により、ユーザメモリ空間に対応す
るキャッシュブロック＃１から＃ｉまでの範囲内に存在
するよう、フリーメモリ・リストヘッダ１２のヘッダで
管理されるフリーな物理メモリページから割り付けられ
る。
ジ２４および２５には、物理メモリ空間２８上の物理メ
モリページ２９および３０がそれぞれ割り付けられてい
る。これらの物理メモリページ２９、３０は、メモリ領
域定義テーブル２０により、ユーザメモリ空間に対応す
るキャッシュブロック＃１から＃ｉまでの範囲内に存在
するよう、フリーメモリ・リストヘッダ１２のヘッダで
管理されるフリーな物理メモリページから割り付けられ
る。
【００２３】ＯＳメモリ空間２３上の仮想メモリページ
２６および２７には、物理メモリ空間２８上の物理メモ
リページ３１および３２がそれぞれ割り付けられてい
る。これらの物理メモリページ３１、３２は、メモリ領
域定義テーブル２０により、ＯＳメモリ空間に対応する
キャッシュブロック＃ｉ＋１から＃ｎまでの範囲内に存
在するよう、フリーメモリ・リストヘッダ１２のヘッダ
で管理されるフリーな物理メモリページから割り付けら
れる。
２６および２７には、物理メモリ空間２８上の物理メモ
リページ３１および３２がそれぞれ割り付けられてい
る。これらの物理メモリページ３１、３２は、メモリ領
域定義テーブル２０により、ＯＳメモリ空間に対応する
キャッシュブロック＃ｉ＋１から＃ｎまでの範囲内に存
在するよう、フリーメモリ・リストヘッダ１２のヘッダ
で管理されるフリーな物理メモリページから割り付けら
れる。
【００２４】すなわち、通常のキャッシュメモリでは、
命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）毎に分割して使用される
が、命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）とも混在して使用す
るかをハードウエアあるいはソフトウエアで制御できる
のみである。加えて命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）それ
ぞれのサイズも固定的に決まってしまう。これに対し
て、本発明を用いることにより、仮想メモリ空間１１を
空間の属性や性質等で分割し、その分割単位毎に任意の
個数のキャッシュブロックを対応付けて使用することが
可能となる。
命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）毎に分割して使用される
が、命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）とも混在して使用す
るかをハードウエアあるいはソフトウエアで制御できる
のみである。加えて命令部（Ｉ）とデータ部（Ｄ）それ
ぞれのサイズも固定的に決まってしまう。これに対し
て、本発明を用いることにより、仮想メモリ空間１１を
空間の属性や性質等で分割し、その分割単位毎に任意の
個数のキャッシュブロックを対応付けて使用することが
可能となる。
【００２５】例えば、上記の例でいえば、仮想メモリ空
間２１をユーザプログラムのテキスト・データ・スタッ
ク部が配置されるユーザメモリ空間２２と、ＯＳのテキ
スト・データ・スタックおよび計算機システムを管理す
るために制御構造体等が配置されるＯＳメモリ空間２３
の２つに分割し、それぞれに別のキャッシュブロックを
割り当てることにより、ユーザメモリ空間２２とＯＳメ
モリ空間２３へのアクセスにおいて、キャッシュメモリ
の競合による効率低下を防止することが可能である。
間２１をユーザプログラムのテキスト・データ・スタッ
ク部が配置されるユーザメモリ空間２２と、ＯＳのテキ
スト・データ・スタックおよび計算機システムを管理す
るために制御構造体等が配置されるＯＳメモリ空間２３
の２つに分割し、それぞれに別のキャッシュブロックを
割り当てることにより、ユーザメモリ空間２２とＯＳメ
モリ空間２３へのアクセスにおいて、キャッシュメモリ
の競合による効率低下を防止することが可能である。
【００２６】図３は本発明の第２の実施例を示すモデル
図である。図１のシステムと共通の構成には同一の符号
を付している。同図に示すシステムは、図１に示したシ
ステムに、メモリ領域定義テーブル更新手段３４をされ
に加えた構成としたものである。メモリ領域定義テーブ
ル更新手段３４は、システム動作中の任意の時点で発生
するテーブル更新要求３３によって起動され、指定され
た内容でメモリ領域定義テーブル２０の内容を更新す
る。
図である。図１のシステムと共通の構成には同一の符号
を付している。同図に示すシステムは、図１に示したシ
ステムに、メモリ領域定義テーブル更新手段３４をされ
に加えた構成としたものである。メモリ領域定義テーブ
ル更新手段３４は、システム動作中の任意の時点で発生
するテーブル更新要求３３によって起動され、指定され
た内容でメモリ領域定義テーブル２０の内容を更新す
る。
【００２７】すなわち、図１に示した第１実施例のシス
テムでは、メモリ領域定義テーブル２０の内容はシステ
ム初期化時にメモリ領域定義テーブル初期化手段１６に
よって設定され、システムが動作中はキャッシュメモリ
の使用法を変更することができなかったが、この実施例
のシステムでは、メモリ領域定義テーブル更新手段３４
により、メモリ領域定義テーブル２０の内容をシステム
動作中に動的に変更し、実行するプログラム毎にキャッ
シュメモリの使用方法を変更することが可能となる。
テムでは、メモリ領域定義テーブル２０の内容はシステ
ム初期化時にメモリ領域定義テーブル初期化手段１６に
よって設定され、システムが動作中はキャッシュメモリ
の使用法を変更することができなかったが、この実施例
のシステムでは、メモリ領域定義テーブル更新手段３４
により、メモリ領域定義テーブル２０の内容をシステム
動作中に動的に変更し、実行するプログラム毎にキャッ
シュメモリの使用方法を変更することが可能となる。
【００２８】以上好ましい実施例をあげて本発明を説明
したが、本発明は必ずしも上記実施例に限定されるもの
ではない。
したが、本発明は必ずしも上記実施例に限定されるもの
ではない。
【００２９】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
プログラム動作時の性質に応じてキャッシュメモリの使
用方法をソフトウエアによって変更できるようにしたこ
とで、キャッシュメモリの競合を回避でき、主記憶メモ
リへのアクセス性能の低下の防止することができる。
プログラム動作時の性質に応じてキャッシュメモリの使
用方法をソフトウエアによって変更できるようにしたこ
とで、キャッシュメモリの競合を回避でき、主記憶メモ
リへのアクセス性能の低下の防止することができる。
【００３０】また、本発明では、メモリ領域定義テーブ
ルの内容をシステム動作中に動的に変更できるように構
成することで、実行するプログラム毎にキャッシュメモ
リの使用方法を変更することが可能となる。
ルの内容をシステム動作中に動的に変更できるように構
成することで、実行するプログラム毎にキャッシュメモ
リの使用方法を変更することが可能となる。
【００３１】かくして、本発明によれば、プログラムの
性質に応じてキャッシュメモリを最も効率的に使用する
ことが可能となる。
性質に応じてキャッシュメモリを最も効率的に使用する
ことが可能となる。
【図１】 本発明の第１の実施例によるキャッシュメモ
リ管理方式を示すモデル図である。
リ管理方式を示すモデル図である。
【図２】 図１の構成のキャッシュメモリの使用法を説
明するための図である。
明するための図である。
【図３】 本発明の第２の実施例のキャッシュメモリ管
理方式を示すモデル図である。
理方式を示すモデル図である。
１１ フリーメモリ・リスト １２ フリーメモリ・リストヘッダ １３ キャッシュメモリ １４ システム初期化手段 １５ フリーメモリ初期化手段 １６ メモリ領域定義テーブル初期化手段 １９ メモリ割り付け解放手段 ２０ メモリ領域定義テーブル ２１ 仮想メモリ空間 ２２ ユーザメモリ空間 ２３ ＯＳメモリ空間 ２４，２５，２６，２７ 仮想メモリページ ２８ 物理メモリ空間 ２９，３０，３１，３２ 物理メモリページ ３４ メモリ領域定義テーブル更新手段
Claims (4)
- 【請求項１】 複数のキャッシュブロックより構成され
たキャッシュメモリと、 前記各キャッシュブロックに対するヘッダにより構成さ
れるフリーメモリ・リストヘッダと、 システム初期化時に、前記各キャッシュブロックに対し
て物理メモリ空間中のフリーな物理メモリページをリス
ト化し、各キャッシュブロックに対応する前記ヘッダに
繋げてフリーメモリ・リストを作成するフリーメモリ・
リスト初期化手段と、 仮想メモリ空間と前記各キャッシュブロックとの対応付
けを管理するメモリ領域定義テーブルと、 システム初期化時に、前記メモリ領域定義テーブルの内
容をユーザが指定する内容で設定するメモリ領域定義テ
ーブル初期化手段と、 システム動作時に、要求された仮想メモリ空間に対応す
るキャッシュブロックを前記メモリ領域定義テーブルよ
り検索し、検索されたキャッシュブロックに対応する前
記フリーメモリ・リストから対応する物理メモリページ
を検索し、要求された処理を行う要求処理手段とを具備
することを特徴とするキャッシュメモリ管理方式。 - 【請求項２】 システム動作中の任意の時点で発生する
メモリ領域定義テーブルの更新要求によって起動され、
指定された内容で該メモリ領域定義テーブルの内容を更
新するメモリ領域定義テーブル更新手段をさらに具備す
ることを特徴とする請求項１に記載のキャッシュメモリ
管理方式。 - 【請求項３】 要求処理手段が、システム動作時に発生
するメモリ割り付け要求により起動され、要求された仮
想メモリ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領
域定義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロ
ックに対応するフリーメモリ・リストからフリーな物理
メモリページを取得して割り付け対象の仮想メモリ空間
に対応付けることを特徴とする請求項１または２に記載
のキャッシュメモリ管理方式。 - 【請求項４】 要求処理手段が、システム動作時に発生
するメモリ解放要求により起動され、解放対象の仮想メ
モリ空間に対応するキャッシュブロックをメモリ領域定
義テーブルより検索し、検索されたキャッシュブロック
に対応する物理メモリページをフリーメモリ・リストに
戻すことを特徴とする請求項１または２に記載のキャッ
シュメモリ管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7094581A JP3013742B2 (ja) | 1995-03-27 | 1995-03-27 | キャッシュメモリ管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7094581A JP3013742B2 (ja) | 1995-03-27 | 1995-03-27 | キャッシュメモリ管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08263377A true JPH08263377A (ja) | 1996-10-11 |
| JP3013742B2 JP3013742B2 (ja) | 2000-02-28 |
Family
ID=14114251
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7094581A Expired - Fee Related JP3013742B2 (ja) | 1995-03-27 | 1995-03-27 | キャッシュメモリ管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3013742B2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1998019242A1 (fr) * | 1996-10-30 | 1998-05-07 | Hitachi, Ltd. | Processeur de donnees et systeme de traitement de donnees |
| US6370622B1 (en) | 1998-11-20 | 2002-04-09 | Massachusetts Institute Of Technology | Method and apparatus for curious and column caching |
-
1995
- 1995-03-27 JP JP7094581A patent/JP3013742B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1998019242A1 (fr) * | 1996-10-30 | 1998-05-07 | Hitachi, Ltd. | Processeur de donnees et systeme de traitement de donnees |
| US6351788B1 (en) * | 1996-10-30 | 2002-02-26 | Hitachi, Ltd. | Data processor and data processing system |
| US6370622B1 (en) | 1998-11-20 | 2002-04-09 | Massachusetts Institute Of Technology | Method and apparatus for curious and column caching |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3013742B2 (ja) | 2000-02-28 |
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