JPH10133950A - ページテーブル更新方法および装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】ページテーブル中の所定のページテーブル登録
項目を検索する検索処理を一時停止することなく、ペー
ジテーブルを更新する。 【解決手段】まず、現在のページテーブル登録項目値が
所定のページテーブル登録項目値であるか判定する（ス
テップ９１０）。現在のページテーブル登録項目値が所
定のページテーブル登録項目値でない場合、現在のペー
ジテーブル登録項目値を削除あるいは移動し（ステップ
９１２）、現在のページテーブル登録項目値が所定のペ
ージテーブル登録項目値でない場合、現在のページテー
ブル登録項目値の削除あるいは移動以前に、前記検索処
理が所定のページテーブル登録項目値の検索を完了する
まで待機する（ステップ９１６）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータを使
用したシステムにおける仮想メモリ管理方法に関り、特
にコンピュータ使用したシステムのためのメモリアクセ
スの仮想−物理マッピングに関する。

【０００２】

【従来の技術】最近のプロセッサは、通常は、仮想アド
レスから物理アドレスへのマッピングをハードウエアに
より実行することで、仮想メモリシステムをハードウエ
アによりサポートしている。仮想メモリアドレス空間と
物理メモリアドレス空間はともに、所定サイズ、しばし
ば４Ｋバイトのサイズの「ページ」の集積と考えること
ができる。現在の仮想アドレス空間で定義された仮想メ
モリページと物理メモリページとの間のマッピングの集
合は、通常「ページテーブル」と呼ばれるデータ構造に
格納される。通常、ページテーブルのエントリは、更
に、アクセス保護情報と、ソフトウエアにより保持され
るフラグや参照される計数などのその他の情報を含んで
いる。そのページテーブル情報は各メモリの参照のほと
んどに用いられるため、非常に頻繁にアクセスされる。
あいにく、ページテーブルは、通常、中央処理装置（Ｃ
ＰＵ）内にオンチップで格納するには大きすぎる。その
かわりに、ＣＰＵが最近利用したページテーブルエント
リが変換ルックアサイドバッファ（translation lookas
ide buffer:TLB)によってキャッシュされるのが常であ
る。

【０００３】仮想メモリアドレスで参照が行われた場
合、ほとんどのマッピングはＴＬＢ検索により直ちに行
われる。もし所望のエントリがＴＬＢに見いだせなかっ
たなら（しばしばＴＬＢミスと呼ばれる）、要求された
情報を取得するためにページテーブル検索が遂行され
る。さらに、もし所望のエントリが主記憶（例えば半導
体ＲＡＭ）内のページテーブル内にも置かれていないな
らば、「ページフォルト」が発生し、適切な物理メモリ
ページが、例えばハードディスクなどの二次記憶システ
ム上に見つけだされ、その後のＣＰＵによる直接アクセ
スのために主記憶にロードされる。そして、物理メモリ
ページのための適切なページテーブルエントリがページ
テーブルにロードされ、そこで所望のエントリが利用で
きる。複数のプロセッサがページテーブルにアクセスで
きるマルチプロセッサシステムでは、第２のプロセッサ
からのページテーブルの検索が進行している間に、第１
のプロセッサはページテーブルを更新しようとすること
ができる。その結果、衝突の可能性がある。この衝突の
可能性を解消するための機構が通常は要求され、あるい
は適所に設置される。

【０００４】仮想メモリアドレスの一部を用いてページ
テーブルを直接指し示めすには、ページテーブルが、仮
想ページ番号から指し示めせるのと同じくらいの大きさ
であることが必要である。例えば、仮想メモリアドレス
の上位２０ビットが仮想ページ番号として用いられてい
るとすると、１メガページ（1,048,576ページ）まで指
し示すことができる。１００万を越える仮想ページを収
容するページテーブルは、メモリのかなりの部分を占有
する。それぞれ関連づけられたページテーブルを有する
いくつものアプリケーションが走るコンピュータシステ
ムでは、ページテーブルの総数は、このように物理メモ
リのほとんどの部分を占有する。それゆえにページテー
ブルのサイズを縮小することが望まれる。

【０００５】ページテーブルのサイズを縮小するため
に、幾つかの技術を利用できる。このような技術のひと
つでは、ページテーブルのサイズを所定サイズに限定
し、仮想ページ番号により指し示されるエントリの要求
がページテーブルの範囲外であるなら、その要求のため
にひとつのエントリがページテーブルに作成される。こ
の方法により、ページテーブルは、仮想ページ番号によ
りアドレスできるのと同じサイズで生成されるのではな
く、必要なサイズへと増大（あるいは成長）する。

【０００６】ページテーブルのサイズを縮小するもう一
つの技術は、主記憶の物理記憶ページをアドレスする、
より小さなページテーブル構造を指し示すのに利用され
ている、より小さな、ハッシングされたインデックス値
へと仮想ページ番号を縮小する方法で、仮想ページ番号
に「ハッシング関数」を適用することである。

【０００７】ハッシング関数を適用する技術によりもた
らされるより小さなページテーブルは、「逆ページテー
ブル」あるいは「ハッシングされたページテーブル」と
して頻繁に参照される。ハッシング関数は、通常、仮想
メモリシステム内のほとんど全ての仮想ページ番号を、
ハッシングされたインデックス値とここでは呼ばれる、
より小さな、値の部分集合へとマッピングする。

【０００８】その結果、仮想ページ番号へのハッシング
関数の適用により、ひとつのハッシングされたインデッ
クス値に複数の仮想ページ番号が一致することが起こり
得る。結果として、逆ページテーブルの検索において、
現在の仮想アドレスがハッシングされて（すなわちハッ
シュ関数が適用されて）ある仮想アドレスを有する逆ペ
ージテーブルエントリを指し示すのに利用されているハ
ッシングされたインデックス値が得られた場合に「ハッ
シュの衝突」が生じ、その仮想アドレスは現在の仮想ア
ドレスに一致しない。

【０００９】同様に、逆ページテーブルに新たなエント
リを追加するとき、現在の仮想アドレスがハッシングさ
れて、有効なエントリ（すなわち、後述する有効フラグ
がセットされたエントリ）により現在占有されている逆
ページテーブルのエントリを指し示しているハッシング
されたインデックス値が得られた場合、「ハッシュの衝
突」が生じる。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】システムのプロセッサ
（あるいはコプロセッサ）が、ＴＬＢミスのためにペー
ジテーブルの検索をしようとするのと同時に、システム
ソフトウエアがページテーブルを更新しようとすると、
衝突が生じる。この衝突の解決方法のひとつは、ページ
テーブルが更新されている間は、ページテーブルの検索
を締め出すことによりページテーブルの検索を防止する
ことである。けれども、この方法でページテーブルをロ
ックすることは、性能面において不利である。

【００１１】上述した衝突は、マルチプロセッサシステ
ムにも（マルチプロセッサはいつでもページテーブルの
検索を行えるので）、単一のプロセッサシステムにも
（ページテーブル検索は基本的な操作なので、ページテ
ーブル自身を更新する特権的なオペレーティングシステ
ムコードを実行している間にさえも検索は行われ得るた
め）共通している。

【００１２】例えば、グラフィックコプロセッサを用い
たシステムは、本質的にマルチプロセッサシステムであ
る。さらに、ページテーブルのアクセスに関してマルチ
プロセッサの同期が必要とされることは、同期処理中に
グラフィックコプロセッサが停止される必要があるかも
しれず、実際上画像処理が遅くなるため望ましくない。

【００１３】本発明は上記従来例に鑑みてなされたもの
で、ページテーブルの検索を中止することなくページテ
ーブルエントリの移動あるいは削除を行うことができ、
処理を停滞させず、効率的に仮想メモリ管理にかかる処
理を実行することができるページメモリ更新方法および
装置を提供することを目的とする。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明の一態様によれば、ページテーブルの所定の
ページテーブルエントリ値を検索する検索処理を停止す
る必要なしに、前記ページテーブルの現在のページテー
ブルエントリ値を削除あるいは移動するページテーブル
の更新方法であって、（ａ）現在のページテーブルエン
トリ値が所定のページテーブルエントリ値であるか判定
する工程と、（ｂ）現在のページテーブルエントリ値が
所定のページテーブルエントリ値でない場合、現在のペ
ージテーブルエントリ値を削除あるいは移動する工程
と、（ｃ）現在のページテーブルエントリ値が所定のペ
ージテーブルエントリ値でない場合、現在のページテー
ブルエントリ値の削除あるいは移動以前に、前記検索処
理が所定のページテーブルエントリ値の検索を完了する
まで待機する工程とを備える。

【００１５】あるいは、他の実施態様によれば、ページ
テーブルのページテーブルエントリ値を検索する検索処
理を停止する必要なしに、コンピュータシステム内の前
記ページテーブルの現在のページテーブルエントリ値を
削除あるいは移動するページテーブルの更新方法であっ
て、（ａ）ページテーブルエントリを検索する前記検索
処理が進行中であるか判定する工程と、（ｂ）前記検索
処理が進行中でない場合、現在のページテーブルエント
リを削除あるいは移動する工程と、（ｃ）ページエント
リ値の前記検索処理が進行中の場合、現在のページテー
ブルエントリ値の削除あるいは移動以前に所定時間待機
する工程とを備える。

【００１６】あるいは、他の実施態様によれば、上記い
ずれかの方法によりページテーブルを更新する構成を備
えたページテーブル更新装置である。

【００１７】あるいは、他の実施態様によれば、ページ
テーブルの所定のページテーブルエントリ値を検索する
検索処理を停止する必要なしに、前記ページテーブルの
現在のページテーブルエントリ値を削除あるいは移動す
るコンピュータプログラムが記録されたコンピュータ可
読の記憶媒体であって、現在のページテーブルエントリ
値が所定のページテーブルエントリ値であるか判定する
手段と、現在のページテーブルエントリ値が所定のペー
ジテーブルエントリ値でない場合、現在のページテーブ
ルエントリ値を削除あるいは移動する手段と、現在のペ
ージテーブルエントリ値が所定のページテーブルエント
リ値でない場合、現在のページテーブルエントリ値の削
除あるいは移動以前に、前記検索処理が所定のページテ
ーブルエントリ値の検索を完了するまで待機する工程と
を備える。

【００１８】あるいは、他の実施態様によれば、ページ
テーブルのページテーブルエントリ値を検索する検索処
理を停止する必要なしに、コンピュータシステム内の前
記ページテーブルの現在のページテーブルエントリ値を
削除あるいは移動するコンピュータプログラムが記録さ
れたコンピュータ可読の記憶媒体であって、ページテー
ブルエントリを検索する前記検索処理が進行中であるか
判定する手段と、前記検索処理が進行中でない場合、現
在のページテーブルエントリを削除あるいは移動する手
段と、ページエントリ値の前記検索処理が進行中の場
合、現在のページテーブルエントリ値の削除あるいは移
動以前に所定時間待機する手段とを備える。

【００１９】あるいは、他の実施態様によれば、上記い
ずれかの方法によって仮想メモリを管理する管理部を供
えるコンピュータシステムである。

【００２０】

【発明の実施の態様】図１は、メモリ管理ユニット（Ｍ
ＭＵ）９０の主要構成要素を示している。メモリ管理ユ
ニット（ＭＭＵ）９０は、仮想メモリアドレスを受け取
る入力手段９１と、変換ルックアサイドバッファ９２
（ＴＬＢ）と、物理メモリアドレスを出力する出力手段
９３と、図３を参照して後述する通り、仮想−物理メモ
リマップの検索に適合したページテーブル検索手段９４
とを含む。

【００２１】ページテーブル検索手段９４は、ページテ
ーブル（本明細書で説明する）へのインデックスを提供
するために仮想メモリアドレスの少なくとも一部の操作
に適合したハッシュ関数手段９５を含んでいる。ページ
テーブルは、コンピュータシステムのランダムアクセス
メモリ（ＲＡＭ）９６に格納されるのが望ましい。ある
いは、ページテーブルは、ハードディスクのような二次
記憶装置に格納されてもよい。この場合、ページテーブ
ルは、コンピュータシステムに要求されるとＲＡＭ９６
にロードされる。

【００２２】図２において、逆ページテーブル、あるい
はハッシングされたページテーブル１００（ここではペ
ージテーブルと呼ぶ）は、２ワード（通常は１ワード３
２ビット）を含む複数のページテーブルエントリ１０１
とともに示されている。２つの３２ビットワードの一番
目のワード１０２は物理メモリページ番号１０３を含ん
でおり、物理ページ番号１０３は、不図示のページオフ
セット番号とともにコンピュータシステムのメモリ（多
くの場合ＲＡＭ）に格納された所望のデータ値への物理
メモリアドレスを形成する。この例では、物理メモリペ
ージ番号１０３は、この実施形態の例である３２ビット
ワードよりも小さいため、残りのビットは予備ビット１
０４としてたいてい空けておかれる。２つの３２ビット
ワードのうちの二番目のワード１０５は、仮想メモリペ
ージ番号１０６と、予備ビット部１０７と、読みだし専
用フラグ１０８と、有効フラグ１０９とを含んでいる。
例えば、読みだし専用フラグ１０８や有効フラグ１０９
といったフラグは、値１（セット）あるいは０（アンセ
ット）を取り得る単一のビットでよい。読みだし専用フ
ラグ１０８（その一例としては、アドレスアクセス保護
情報フラグ）は、それがセットされている場合に、ペー
ジテーブルエントリ１０１により指し示される物理メモ
リ内のデータを上書きしてはならないことを示してい
る。有効フラグ１０９は、物理ページ番号と仮想ページ
番号がページテーブル１００の有効なエントリであるか
どうかを示している。有効フラグ１０９のセットおよび
アンセットにより、ページテーブル検索には３つの出力
がありえる。よって、有効フラグは、例示された方法に
よって最も適切に説明される。

【００２３】図８を参照すると、ページテーブル検索処
理７００が示されている。ページテーブル検索処理は、
入口７０２の後に、ステップ７０４において与えられた
アドレスからハッシュインデックス(i)を作成し、これ
によりページテーブルエントリ１０１を示している。ス
テップ７０６で判定されたときにページテーブルエント
リ１０１の有効フラグ１０９がアンセットされており、
ページテーブルエントリ１０１がページテーブルの検索
結果としてアクセスされると、ステップ７０８に示すよ
うに、この後説明する「ページフォルト」が発生する。
一方、有効フラグ１０９がセットされ、ページテーブル
エントリ１０１がページテーブルの検索結果としてアク
セスされると、ページテーブルエントリ１０１の仮想メ
モリページ番号１０６がページテーブルの検索に用いら
れた仮想メモリアドレスの仮想ページ番号とステップ７
１０で比較される。その仮想メモリアドレスは、仮想メ
モリアドレスから物理メモリアドレスへのマッピングが
求められたところの所望の仮想メモリアドレスである
（仮想−物理マップは仮想ページ番号と物理ページ番号
とを含む番号の対である）。比較の結果、もしページテ
ーブルエントリ１０１の仮想ページ番号１０６が所望の
仮想メモリアドレスの仮想ページ番号に一致していなけ
れば、ページテーブルエントリ１０１へのインデックス
(i)は(i+1)になるようステップ７１２で進められ、その
後のエントリが系統立って検索され、ページテーブルエ
ントリにそれぞれ対応する仮想ページ番号は、前記所望
の仮想ページ番号と一致するまで、あるいはアンセット
された有効フラグを有するページテーブルエントリが見
つかるまで比較される。所望の仮想ページ番号がページ
テーブルエントリ１０１に見いだせない場合には、物理
メモリアドレスが戻される（７１４）。けれども、ペー
ジテーブルの検索時、もしアンセットされた有効フラグ
を有するページテーブルエントリ１０１が最初に見つか
ったなら、ページフォルトが発生する。

【００２４】最近の最新のコンピュータシステムにおい
ては、メモリ管理ユニットは通常「変換ルックアサイド
バッファ」（ＴＬＢ）を備えている。変換ルックアサイ
ドテーブルは、仮想アドレスから物理アドレスへのマッ
ピングのテーブルであり、たいてい、ページテーブルの
最近使用されたエントリの、通常は小さなサイズのテー
ブルである。各ＴＬＢのエントリは、ページテーブルエ
ントリとほとんど同じ情報を含んでおり、ＴＬＢは実質
的に、最も最近使用されたページテーブルエントリの部
分集合である。たいてい、ＴＬＢはページテーブルエン
トリに含まれているのとほとんど同じアドレス保護情報
を含んでいる。ＴＬＢは、いずれかの仮想−物理アドレ
ス変換に対するハードウエアシステム要求の必要に応じ
てしばしば更新される。ＴＬＢは通常、ハードウエアシ
ステムが仮想−物理アドレス変換を要求したときに検索
される最初のテーブルである。ＴＬＢはページテーブル
に含まれる仮想−物理マップの全エントリの部分集合で
あるから、時には所望の仮想−物理メモリマップに対す
るハードウエアによる要求はＴＬＢ内には見いだせず、
結果として、ページテーブル検索が開始される。ＴＬＢ
内に所望の仮想−物理マップが見つけられない場合、す
なわち、もし、有効フラグがセットされた、所望の仮想
ページ番号と一致する仮想ページ番号を含むＴＬＢのエ
ントリがなければ、「ＴＬＢミス」が発生し、ページテ
ーブル検索が開始される。

【００２５】ＴＬＢミスから生じるページテーブル検索
を図３を参照して説明する。図８のフローチャートはま
た、比較できる工程の要点を説明するものだが、後述す
る詳細全てを含むものではない。ページテーブル検索に
おいて、仮想−物理マッピングが検索された（すなわち
仮想メモリアドレスに対応する物理メモリアドレスが検
索された）ところの仮想メモリアドレスからの仮想ペー
ジ番号２００は、ＴＬＢ中では見つからず、仮想ページ
番号２００は「ハッシュ」関数２０１の処理を施され
る。この、仮想ページ番号２００に適用されたハッシュ
関数２０１の出力を、ページテーブルエントリの識別に
用いられるハッシュインデックス値２０２と呼ぶ。この
例では、一つのページテーブルエントリ（すなわちひと
つのページテーブルアドレス）にアドレス２０５を提供
するために、ページテーブルアドレス２０５は、ポイン
タベースアドレス値２０４を最上位のビット群とし、ハ
ッシュインデックス値２０２を中間のビット群とし、３
つのヌルビット２０８（すなわち０００）を最下位のビ
ット群としてつなぎあわせることで構成される。最下位
ビット群として連結される３つのヌルビット２０８によ
り、ページテーブルアドレス２０５は、ページテーブル
エントリのバイトアドレスとして利用できる。

【００２６】ページテーブルエントリ１０１は、現在の
ページテーブルアドレス２０５により指し示されるアド
レスから始めて、好ましくは一度に１ワードずつ読み出
される。ページテーブルエントリ１０１の仮想メモリペ
ージ番号１０６は、ＴＬＢミスをもたらした仮想ページ
番号２００と比較される（２０９）。もしページ番号
（１０６，２００）が等しければ、すなわち、一致する
ページ番号（１０６，２００）が見つかったなら、ペー
ジテーブルエントリ１０１はＴＬＢに書き込まれる。そ
の後の、仮想ページ番号２００についてのＴＬＢの検索
はＴＬＢミスを引き起こさないであろう。ページ番号
（１０６，２００）が等しくない（すなわち「ハッシュ
衝突」が生じた）場合、現在のハッシュインデックス値
２０５は、次のページテーブルエントリまでくり返しイ
ンクリメントされ（２０３）、次のページテーブルエン
トリの各々の仮想ページ番号は所望の仮想ページ番号２
００と比較される（２０９）。ハッシュインデックス値
２０５は、比較ステップ２０９が一致する仮想ページ番
号１０６，２００を見いだすまで、あるいはアンセット
された有効フラグを有するページテーブルエントリ１０
１にぶつかるまでインクリメント（２０３）できる。一
致する仮想ページ番号が見つかった場合、一致する仮想
ページ番号１０６を有するページテーブルエントリ１０
１の対応する物理アドレス１０３はＴＬＢに送られる。
対応する物理アドレス１０３はＴＬＢに書き込まれ、Ｔ
ＬＢ中の必要とされる仮想−物理変換に提供するため、
所望の仮想ページ番号２００に関連づけられる。

【００２７】必要なら、インクリメントにより、所望の
一致が見いだされないままページテーブルの最後のエン
トリに達した場合、インクリメントしながらの所望の一
致の検索は、ページテーブルの先頭から開始される。し
たがって、どこが始まりであっても、望んでいる一致を
見つけるか、あるいはアンセットされたフラグを有する
エントリにぶつかるまで「ひとまわり（wrapping-aroun
d）」される。ページテーブルエントリの有効フラグ１
０９は比較２０９の前にチェックされ、もし有効フラグ
１０９がアンセットされていればページフォルトが生
じ、その結果ページテーブル検索が終了する。ページテ
ーブルの検索はページテーブルの末尾からページテーブ
ルの先頭へとひとまわりすることができるため、所望の
ページテーブルエントリが見つからなくとも検索が終了
することを保証するために、少なくとも１つのページテ
ーブルエントリが、アンセットされた有効フラグを通常
は保持している。同様に、ページテーブルエントリが更
新あるいは削除あるいは現在のページテーブル位置から
そのページテーブルの他の位置に移動されるであろう場
合、複数のページテーブルエントリ１０１のいずれを更
新あるい削除あるいは移動するか決定するために、ほと
んど図３を参照して説明したようにページテーブル検索
が遂行される。

【００２８】アンセットされた有効フラグ１０７が、現
在、ページフォルトを示すものではなく、ページテーブ
ルエントリが挿入（あるいは上書き）される可能性があ
ることを示すものであっても、ページテーブルの挿入、
すなわちページテーブルに挿入あるいは追加されたペー
ジテーブルエントリは、ページテーブル検索に関してほ
とんど上述した方法で遂行される。また、ページテーブ
ルの挿入は必ずしもＴＬＢミスの結果ではなく、ページ
テーブルを挿入あるいは増やすというハードウエアある
いはソフトウエアによる特定の要求である。この説明
は、入口８０２を有する処理８００として図９に示され
ている。ハッシュインデックス値(i)は、ＴＬＢ中の仮
想ページ番号を供給するためにステップ８０４で生成さ
れる。ステップ８０６においては、そのインデックスは
検討され、ＴＬＢミスが発生すると、ステップ８０８
で、仮想アドレスを前記インデックスの仮想アドレスと
してセットし、そうして挿入が遂行される。ページテー
ブルエントリの最初のワード１０２（物理メモリアドレ
スを含む）は、システムソフトウエアあるいはハードウ
エアが完全に更新を完了する前にページテーブルエント
リが使用されることを防止するために、第２のワード１
０３（仮想メモリアドレスを含む）以前に更新あるいは
挿入されることが望ましい。ステップ８０６で有効なイ
ンデックスであれば、ＴＬＢは「ヒット」し、ステップ
８１０でその仮想アドレスを挿入のために与えられた仮
想アドレスと比較する。等しければ、ステップ８０８
が、挿入を遂行するために再び呼び出される。等しくな
ければ、ステップ８１２は、インデックスをインクリメ
ントし、制御をステップ８０６に戻す。

【００２９】図４乃至図６に関する説明は、ページテー
ブルエントリをページテーブルから取り除く、ページテ
ーブルエントリの削除の一例である。ページテーブルエ
ントリを除去あるいは削除するために、有効フラグを
「アンセット」にすることのみが必要とされる。これ
は、現在の位置にあるページテーブルエントリが上書き
可能であることを示している。

【００３０】ページテーブル検索（上述）については、
ハッシュの衝突が生じた場合、所望の仮想ページ番号と
一致する仮想ページ番号を有する次のページテーブルエ
ントリが検索されるか、あるいはページテーブルエント
リの挿入においては（これも上述した）、ハッシュの衝
突が生じると、アンセットされた有効フラグを有するペ
ージテーブルエントリが見つかるまでハッシュインデッ
クス値２０２をインクリメントすることで、次の利用可
能な位置が検索される。それゆえ、削除あるいは除去さ
れるべきエントリは、ハッシングされたアドレス（すな
わちハッシュ関数の適用により得られるページテーブル
アドレス２０５）にはなく、ハッシングされたアドレス
により参照される位置以外のページテーブルエントリの
位置にある可能性がある。

【００３１】図４において、便宜的に「スロット」と呼
ばれる、ページテーブルエントリ位置３０１を有するペ
ージテーブル３００は「０」から「ｎ」まで番号付けさ
れており、ページテーブルアドレス値「０」から「ｎ」
を有するページテーブル３００に対する「ｎ＋１」個の
登録位置を示している。複数のスロット３０１には「フ
リー」と印されており、これは、これらスロットにおけ
るページテーブルエントリがアンセットされた有効フラ
グを有しており、そのページテーブルのスロットはペー
ジテーブルエントリを自由に挿入できることを示してい
る。

【００３２】この例では、ページテーブルアドレス値
「０」は「スロット０」に対応しており、ページテーブ
ルアドレス値「１」は「スロット１」に対応し、ページ
テーブルアドレス値「ｎ」は「スロットｎ」に対応して
いる。それゆえ、例えばページテーブルの挿入時に、
「スロット２」３０２に挿入できるのであれば（すなわ
ち有効フラグがアンセットであれば）、ハッシュアドレ
ス値「２」のページテーブルエントリは「スロット２」
３０２に挿入されることが望ましい。しかしながら、
「スロット２」でハッシュの衝突が生じたなら、すなわ
ち有効フラグがセットされているなら、ページテーブル
エントリは次の利用可能な「スロット」に挿入される。
図４のページテーブルは、「スロット２」と「スロット
３」とにおいて同一の２つのハッシュテーブルアドレス
値を示している。これは、ページテーブルの挿入時にハ
ッシュの衝突が生じたこと、および、第１のページテー
ブルエントリは、ハッシュ関数の実行後にハッシュアド
レスが２（図中のハッシュ値＝２）となった仮想ページ
アドレスを有し、その結果第１のページテーブルエント
リが「スロット２」に挿入されたことを示している。そ
の後、それもハッシュアドレス２を有する第２のページ
テーブルエントリは、「スロット２」が第１のページテ
ーブルエントリに使用されている（有効フラグがセット
されている）ためにハッシュの衝突を引き起こした。そ
のため、第２のページテーブルエントリは、次の利用可
能なスロットに挿入され、それがたまたま「スロット
３」である。ハッシュアドレス値３に対応する第３のペ
ージテーブルエントリは次に利用可能なスロット（スロ
ット４）に挿入され、このようにして続いていく。けれ
ども、ハッシュアドレス値に対応するスロットが利用で
きれば、対応するスロットが望ましい（例えば、ハッシ
ュアドレス９は、挿入要求されたときに利用可能であっ
た「スロット９」に挿入される）。

【００３３】次に図５において、図４のページテーブル
から「スロット３」３０３のページテーブルエントリを
削除あるいは除去したいものとする。このエントリを削
除するために、「スロット３」３０３内のページテーブ
ルエントリのための有効フラグが「セット」から「アン
セット」に変更され、そのためにスロット３は自由に上
書きできる（すなわちフリーとなる）。しかしながら、
既に説明した通り、ページテーブルエントリのアンセッ
トされた有効フラグは、ページテーブルの検索を終了さ
せることができる。そのため、ハッシュ衝突によって高
い「スロット番号」に挿入された「スロット３」より大
きいスロット中のページテーブルエントリは、通常「フ
リー」３０５と印された最初のスロットまで、本例のペ
ージテーブル３００では移動される。ページテーブルエ
ントリは、各ハッシュアドレス値が望ましいスロットに
対応するような方法で移動されることが望ましい。例え
ば、図６は、図４の「スロット３」のページテーブルエ
ントリの除去（削除）後の、図４のページテーブルエン
トリの望ましい配置を示している。すなわち、図４にお
ける、ハッシュアドレス値が３の「スロット４」３０６
のページテーブルエントリは「スロット３」に移され、
「スロット６」３０７のページテーブルエントリは「ス
ロット４」に移されて、その結果図６の配置となる。

【００３４】ページテーブルエントリは、通常、ページ
テーブルエントリ上の更新操作（例えば移動操作）のた
めにマルチプルアクセスの必要がある。そのため、ペー
ジテーブルは、ページテーブルの検索が進行中であり、
まだページテーブルが自動的に（すなわち即座に）更新
できない場合にも、ほとんどいつも首尾一貫していなけ
ればならない。その結果、更新操作がページテーブルエ
ントリ上で行われている間に進行中のページテーブルの
検索によって、ページテーブルエントリを見つけること
ができないかもしれない。また、システムソフトウエア
あるいはハードウエアは、ページテーブルが更新されて
いる間に、そのページテーブルにアクセスできることが
望ましい。

【００３５】その結果、図５に例示したように、ページ
テーブルエントリが第１のスロットから第２のスロット
（宛て先スロット）に移されるであろう以前に、宛て先
スロットに対応するハッシュ値を提供する仮想アドレス
は、未使用のアドレス（すなわち、ページテーブルでは
ほかに決して現れることのないであろう仮想アドレス）
に変更される。それにより、宛て先スロット上のページ
テーブルの検索は、ページテーブルエントリが、殊にペ
ージテーブルエントリの物理アドレスが宛て先スロット
に書き込まれている間には、試みられることはない。

【００３６】ページテーブルエントリの移動が指示され
た宛て先スロットに存在しているページテーブルエント
リを用いたページテーブル検索の防止のため、「未使用
アドレス」を用いる代案は、ページテーブルの全ページ
テーブルエントリにアクセス保護フラグを追加して更に
持たせることである。追加されたアクセス保護フラグに
より、現在のページテーブルエントリについてセットさ
れている場合には、ページテーブル検索処理は現在のペ
ージテーブルエントリを無視し、進行中のページテーブ
ル検索を続行することができる。

【００３７】現在のページテーブルエントリがくり上げ
られた場合、宛て先スロットの仮想アドレスが未使用に
変更される（すなわち、ページテーブルエントリが移動
されている間）か、あるいはページテーブルエントリの
有効フラグがアンセットされるであろうときに、現在の
ページテーブルエントリ上のページテーブル検索が進行
中でないことをＭＭＵ９０が知っていることが望まし
い。一つの移動されているエントリ上でのページテーブ
ル検索が同時に起こることはまれであるけれども、移動
されている現在のページテーブルエントリに対してペー
ジテーブル検索が遂行されているならば、現在のエント
リの検索は、現在のページテーブルエントリが移動され
る前に完了する。これは図７に示されている。図示のと
おり、他のページテーブルエントリ位置（スロット）６
０２に移動されるページテーブルエントリ６０１があ
り、ページテーブル検索６０３がページテーブルエント
リ６０１に向かって進行してそれを検索する間に、その
ページテーブルエントリの検索はページテーブルエント
リ６０１が移動される前に完了させることができる。ペ
ージテーブルの検索が成功する（すなわち検索によって
ページフォルトが起こらない）と、その後ページテーブ
ルエントリがＴＬＢ中で更新され、そのため、上述した
ように、ごく近い将来における同一のページテーブルエ
ントリへのアクセスの必要性は相当小さくなる。ページ
テーブルエントリは、その上でのページテーブル検索が
成功した後、移動される見込みが高い。その見込みは、
ページテーブルエントリの移動が行われている間には、
同一のエントリのページテーブル検索が当面行われない
であろうという見込みである。

【００３８】本発明のもう一つの実施例においては、ペ
ージテーブルエントリの削除はほとんど上述通りである
が、まさに第１のページテーブルエントリ位置（第１の
スロット）から第２のページテーブルエントリ位置（第
２のスロット）へ移動されようとしているひとつのペー
ジテーブルエントリ上のページテーブル検索が同時発生
した場合には、そのページテーブルエントリの移動の完
了は、ページテーブル検索の完了にかかる、所定の、考
えられる最も長い時間遅延される。通常、ページテーブ
ルエントリの移動操作は、第１のページテーブルエント
リを第１のスロットから削除する工程と、第２のページ
テーブルエントリを第２のスロットから第１のスロット
に複写する工程と、第２のページテーブルエントリを削
除する工程とを含み、それによって第２のページテーブ
ルエントリを第２のスロットから第１のスロットへ実際
上移動する。

【００３９】図４〜図７で説明した処理は、図１０に示
された処理９００により要約される。除去あるいは削除
は入口９０２から開始される。ステップ９０４で、ハッ
シュテーブルのインデックス値(i)に対するエントリの
所在が突き止められる。これが終えると、ステップ９０
６では、そのエントリの仮想アドレスを無効値にセット
する。そしてステップ９０８では、エントリ(i)を使用
するもう一つのエントリ(j)を求めてページテーブルを
更に検索させる。そのようなエントリがないとステップ
９１０で判断されたなら、インデックス(i)におけるそ
のエントリの有効フラグはクリアされ、削除が完了す
る。このようなエントリがあれば、インデックス(j)の
エントリは、ステップ９１４でインデックス(i)に複写
される。それから待機ステップ９１６に入り、ＭＭＵ９
０は同時進行のページテーブル検索ができる。検索に必
要な最大時間が満了したとき、ステップ９１８では、イ
ンデックス(i)を(ｊ)の現在値にセットし、ステップ９
０６に制御を戻す。

【００４０】上述した各実施例では、ページテーブルエ
ントリが削除（あるいは除去）される場合、対応するＴ
ＬＢのエントリは、ＭＭＵ９０がＴＬＢを介して削除さ
れたページテーブルエントリにアクセスすることを防止
するために無効化されねばなない。ＴＬＢのエントリを
無効化するために、無効化されるＴＬＢの各エントリの
有効フラグはアンセットされ、それゆえに無効化された
ＴＬＢエントリのＴＬＢ位置は、その後に上書きされる
ようフリーとなっている。普通、すべてのページテーブ
ルエントリが除去されるか、あるいはページテーブルが
物理メモリに再配置される場合、すべてのＴＬＢエント
リは、ＴＬＢのエントリ全ての有効フラグをアンセット
する無効化サイクルによって無効化される。

【００４１】好適な実施例（オプション１）およびその
他の実施例（オプション２）のためのページテーブルエ
ントリ削除の擬似コードを、付録として添付した。この
付録は、ＩＢＭ ＰＣ／ＡＴデバイスといったコンピュ
ータシステムやその互換機だけでなく、その他のコンピ
ュータシステムで動作できる好適な実施例を示してい
る。通常、本好適な実施例は、ディスク装置やテープあ
るいはインターネットのようなコンピュータネットワー
クから供給されるであろうソフトウエアによって実施さ
れる。

【００４２】以上、本発明の好適な実施例を説明した
が、当業者は本発明の範囲を逸脱することなく変形する
ことは容易である。 ＜付録＞この付録は、本発明の好適な（オプション１）
およびその他の（オプション２）実施例のためのページ
テーブル削除処理の擬似コードを提供する。 （擬似コード） ハッシュ関数をページテーブルエントリに対応する仮想ページアドレスに適用し 、ページテーブル中のエントリを検索する； do ページテーブルエントリ（第１のページテーブルエントリ）が削除さ れるスロットをハッシュする仮想アドレスを検索する if 見つかった場合 削除されるページテーブルエントリの仮想アドレスを許容さ れていないアドレスにセットする。そうすればＭＭＵはこの エントリ（第１のページテーブルエントリ）をスキップする 第２のページテーブルエントリの物理アドレスを第１のペー ジテーブルエントリの対応する位置に複写する（すなわち上 書きする） 第２のページテーブルエントリの仮想アドレスおよび有効フ ラグビットを、第１のページテーブルエントリの対応する位 置に複写する（すなわち上書きする） if （オプション１）ＭＭＵが、第２のページテーブル エントリにおいて参照される仮想アドレス上で現在 検索を行っている場合 then 待機する （オプション１）until ＭＭＵが検索を完了する fi （オプション２）until 検索にかかると考えられる最も長い 時間 次のくり返しループで第２のページテーブルエントリを削除す る。 fi while 削除すべきエントリがまだある 第２のページテーブルエントリの仮想アドレスをヌルにセットし、有効フラグを アンセットする。 第２のページテーブルエントリの物理アドレスをヌルにセットする。 ＜擬似コード終了＞

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ページテーブルの検索を中止することなくページテーブ
ルエントリの移動あるいは削除を行うことができ、処理
を停滞させず、効率的に仮想メモリ管理にかかる処理を
実行することができる。

【００４３】

【図面の簡単な説明】

【図１】メモリ管理ユニットの概要ブロック図である。

【図２】実施の態様における主記憶中のページテーブル
およびページテーブルエントリを示す図である。

【図３】実施の態様におけるページテーブル検索を示す
概要ブロック図である。

【図４】図２のページテーブルおよびページテーブルエ
ントリを削除する方法を示す図である。

【図５】図２のページテーブルおよびページテーブルエ
ントリを削除する方法を示す図である。

【図６】図２のページテーブルおよびページテーブルエ
ントリを削除する方法を示す図である。

【図７】実施の態様におけるページテーブルおよびテー
ブルのエントリを移動する処理を示す図である。

【図８】図２及び図３のページテーブルの検索を表すフ
ローチャートである。

【図９】図２及び図３の構成を用いたページテーブル挿
入を表すフローチャートである。

【図１０】図２及び図３の構成を用いたページテーブル
削除を表すフローチャートである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 591146745 キヤノン インフォメーション システム ズ リサーチ オーストラリア プロプラ イエタリー リミテツド ＣＡＮＯＮ ＩＮＦＯＲＭＡＴＩＯＮ Ｓ ＹＳＴＥＭＳ ＲＥＳＥＡＲＣＨ ＡＵＳ ＴＲＡＬＩＡ ＰＬＯＰＲＩＥＴＺＲＹ ＬＩＭＩＴＥＤ オーストラリア国 2113 ニュー サウス ウェールズ州， ノース ライド， ト ーマス ホルト ドライブ １ (72)発明者 ティモシー メリック ロング オーストラリア国 2113 ニューサウス ウエールズ州，ノース ライド，トーマス ホルト ドライブ １ キャノン イン フォメーション システムズ リサーチ オーストラリア プロプライエタリー リ ミテッド内 (72)発明者 クリストファー アミーズ オーストラリア国 2113 ニューサウス ウエールズ州，ノース ライド，トーマス ホルト ドライブ １ キャノン イン フォメーション システムズ リサーチ オーストラリア プロプライエタリー リ ミテッド内 (72)発明者 グラハム ストーニー オーストラリア国 2113 ニューサウス ウエールズ州，ノース ライド，トーマス ホルト ドライブ １ キャノン イン フォメーション システムズ リサーチ オーストラリア プロプライエタリー リ ミテッド内

Claims (24)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ページテーブルの所定のページテーブル
   エントリ値を検索する検索処理を停止する必要なしに、
   前記ページテーブルの現在のページテーブルエントリ値
   を削除あるいは移動するページテーブルの更新方法であ
   って、 （ａ）現在のページテーブルエントリ値が所定のページ
   テーブルエントリ値であるか判定する工程と、 （ｂ）現在のページテーブルエントリの値が所定のペー
   ジテーブルエントリ値でない場合、現在のページテーブ
   ルエントリ値を削除あるいは移動する工程と、 （ｃ）現在のページテーブルエントリ値が所定のページ
   テーブルエントリ値でない場合、現在のページテーブル
   エントリ値の削除あるいは移動以前に、前記検索処理が
   所定のページテーブルエントリ値の検索を完了するまで
   待機する工程とを備えることを特徴とするページテーブ
   ルの更新方法。
2. 【請求項２】 前記ページテーブルは逆ページテーブル
   あるいはハッシュページテーブルであることを特徴とす
   る請求項１に記載のページテーブルの更新方法。
3. 【請求項３】 現在のページテーブルエントリ値を移動
   する工程は、更に、現在のページテーブルエントリ値
   を、現在のページテーブルの位置から宛て先ページテー
   ブル位置へと複写する工程と、現在のページテーブルエ
   ントリ値を現在のページテーブル位置から削除する工程
   を含むことを特徴とする請求項１に記載のページテーブ
   ルの更新方法。
4. 【請求項４】 前記ページテーブルはランダムアクセス
   メモリ（ＲＡＭ）に格納されることを特徴とする請求項
   １に記載のページテーブルの更新方法。
5. 【請求項５】 前記ページテーブルは二次記憶に格納さ
   れることを特徴とする請求項１に記載のページテーブル
   の更新方法。
6. 【請求項６】 工程（ａ）は、 （ａａ） 現在のページテーブル値の与えられたアドレ
   スからハッシュインデックス値を生成する副工程と、 （ａｂ） ハッシュインデックス値が有効であるか評価
   する副工程と、 （ａｃ） ハッシュインデックス値が有効の場合、ハッ
   シュインデックス値から得た仮想アドレスを現在のペー
   ジテーブルエントリ値の与えられたページアドレスと比
   較する副工程と、 （ａｄ） 工程（ａｃ）の比較によりアドレスが等しく
   ないことが明らかになった場合、インデックス値をイン
   クリメントして工程（ａａ）に戻る副工程とを含むこと
   を特徴とする請求項２に記載のページテーブルの更新方
   法。
7. 【請求項７】 更に、 （ａｅ） 副工程（ａｃ）の比較によりアドレスが等し
   いことが明らかになった場合、ハッシュアドレス値に対
   応する物理アドレスを発行して工程（ａ）を完了させる
   工程を含むことを特徴とする請求項６に記載のページテ
   ーブルの更新方法。
8. 【請求項８】 工程（ａｃ）の直後に、 （ａｆ）ハッシュ値が有効でない場合には、工程（ａ）
   を完了させるためにページフォルトを発生させる工程を
   更に含むことを特徴とする請求項７に記載のページテー
   ブルの更新方法。
9. 【請求項９】 工程（ａｂ）で決定されたハッシュイン
   デックス値が無効であるか、あるいは、工程（ａｃ）の
   比較により両アドレスが等しいことが明らかになった場
   合、 （ａｇ）ハッシュインデックス値によりアクセスされる
   仮想アドレスに、仮想アドレスと物理アドレスと有効フ
   ラグとをセットする工程を更に含むことを特徴とする請
   求項６に記載のページテーブルの更新方法。
10. 【請求項１０】 工程（ｂ）および工程（ｃ）は、
    （ｉ）ハッシュテーブル中の与えられたアドレスに対す
    る現在のエントリのインデックス値を見つける副工程
    と、（ii）エントリのインデックス値によりアクセスさ
    れる仮想アドレスを無効値と設定する副工程と、（ii
    i）現在のエントリのインデックス値を置換する新たな
    エントリのインデックス値を識別するためにページテー
    ブルを検索する副工程と、（iv）工程（iii）において
    そのようなエントリが見つかったなら、工程（ｂ）およ
    び（ｃ）を完了させるべく、現在のエントリのインデッ
    クス値の有効フラグをクリアする副工程と、（ｖ）その
    ようなエントリがあったなら、新たなエントリのインデ
    ックス値を現在のエントリのインデックス値に複写する
    副工程と、（vi）所定時間待機する副工程と、（vii）
    現在のインデックス値に新たなインデックス値をセット
    し、工程（ii）に戻る副工程とを含むことを特徴とする
    請求項６に記載のページテーブルの更新方法。
11. 【請求項１１】 ページテーブルのページテーブルエン
    トリ値を検索する検索処理を停止する必要なしに、コン
    ピュータシステム内の前記ページテーブルの現在のペー
    ジテーブルエントリ値を削除あるいは移動するページテ
    ーブルの更新方法であって、 （ａ）ページテーブルエントリを検索する前記検索処理
    が進行中であるか判定する工程と、 （ｂ）前記検索処理が進行中でない場合、現在のページ
    テーブルエントリを削除あるいは移動する工程と、 （ｃ）ページエントリ値の前記検索処理が進行中の場
    合、現在のページテーブルエントリ値の削除あるいは移
    動以前に所定時間待機する工程とを備えることを特徴と
    するページテーブルの更新方法。
12. 【請求項１２】 前記ページテーブルは逆ページテーブ
    ルあるいはハッシュページテーブルであることを特徴と
    する請求項１１に記載のページテーブルの更新方法。
13. 【請求項１３】 現在のページテーブルエントリ値を移
    動する工程は、更に、現在のページテーブルエントリ値
    を、現在のページテーブルの位置から宛て先ページテー
    ブル位置へと複写する工程と、現在のページテーブルエ
    ントリ値を現在のページテーブル位置から削除する工程
    を含むことを特徴とする請求項１１に記載のページテー
    ブルの更新方法。
14. 【請求項１４】 前記ページテーブルはランダムアクセ
    スメモリ（ＲＡＭ）に格納されることを特徴とする請求
    項１１に記載のページテーブルの更新方法。
15. 【請求項１５】 前記ページテーブルは二次記憶に格納
    されることを特徴とする請求項１１に記載のページテー
    ブルの更新方法。
16. 【請求項１６】 工程（ａ）は、 （ａａ）現在のページテーブル値の与えられたアドレス
    からハッシュインデックス値を生成する副工程と、 （ａｂ）ハッシュインデックス値が有効であるか評価す
    る副工程と、 （ａｃ）ハッシュインデックス値が有効の場合、ハッシ
    ュインデックス値から得た仮想アドレスを現在のページ
    テーブルエントリ値の与えられたページアドレスと比較
    する副工程と、 （ａｄ）工程（ａｃ）の比較によりアドレスが等しくな
    いことが明らかになった場合、インデックス値をインク
    リメントしてステップ（ａａ）に戻る副工程とを含むこ
    とを特徴とする請求項１２に記載のページテーブルの更
    新方法。
17. 【請求項１７】 更に、 （ａｅ）工程（ａｃ）の比較によりアドレスが等しいこ
    とが明らかになった場合、ハッシュアドレス値に対応す
    る物理アドレスを完了工程（ａ）に発行する工程を含む
    ことを特徴とする請求項１６に記載のページテーブルの
    更新方法。
18. 【請求項１８】 工程（ａｃ）の直後に、 （ａｆ）ハッシュ値が有効でない場合には、工程（ａ）
    を完了させるためにページフォルトを発生させる工程を
    更に含むことを特徴とする請求項１７に記載のページテ
    ーブルの更新方法。
19. 【請求項１９】 工程（ａｂ）で決定されたハッシュイ
    ンデックス値が無効であるか、あるいは、工程（ａｃ）
    の比較により両アドレスが等しいことが明らかになった
    場合、 （ａｇ）ハッシュインデックス値によりアクセスされる
    仮想アドレスに、仮想アドレスと物理アドレスと有効フ
    ラグとをセットする工程を更に含むことを特徴とする請
    求項１６に記載のページテーブルの更新方法。
20. 【請求項２０】 工程（ｂ）および工程（ｃ）は、
    （ｉ）ハッシュテーブル中の与えられたアドレスに対す
    る現在のエントリのインデックス値を見つける副工程
    と、（ii）エントリのインデックス値によりアクセスさ
    れる仮想アドレスを無効値と設定する副工程と、（ii
    i）現在のエントリのインデックス値を置換する新たな
    エントリのインデックス値を識別するためにページテー
    ブルを検索する副工程と、（iv）工程（iii）において
    そのようなエントリが見つかったなら、工程（ｂ）およ
    び（ｃ）を完了させるべく、現在のエントリのインデッ
    クス値の有効フラグをクリアする副工程と、（ｖ）その
    ようなエントリがあったなら、新たなエントリのインデ
    ックス値を現在のエントリのインデックス値に複写する
    副工程と、（vi）所定時間待機する副工程と、（vii）
    現在のインデックス値に新たなインデックス値をセット
    し、工程（ii）に戻る副工程とを含むことを特徴とする
    請求項１６に記載のページテーブルの更新方法。
21. 【請求項２１】 請求項１または１１の方法によりペー
    ジテーブルを更新する構成を備えることを特徴とする装
    置。
22. 【請求項２２】 ページテーブルの所定のページテーブ
    ルエントリ値を検索する検索処理を停止する必要なし
    に、前記ページテーブルの現在のページテーブルエント
    リ値を削除あるいは移動するコンピュータプログラムが
    記録されたコンピュータ可読の記憶媒体であって、 現在のページテーブルエントリ値が所定のページテーブ
    ルエントリ値であるか判定する手段と、 現在のページテーブルエントリ値が所定のページテーブ
    ルエントリ値でない場合、現在のページテーブルエント
    リ値を削除あるいは移動する手段と、 現在のページテーブルエントリ値が所定のページテーブ
    ルエントリ値でない場合、現在のページテーブルエント
    リ値の削除あるいは移動以前に、前記検索処理が所定の
    ページテーブルエントリ値の検索を完了するまで待機す
    る工程とを備えることを特徴とする記憶媒体。
23. 【請求項２３】 ページテーブルのページテーブルエン
    トリ値を検索する検索処理を停止する必要なしに、コン
    ピュータシステム内の前記ページテーブルの現在のペー
    ジテーブルエントリ値を削除あるいは移動するコンピュ
    ータプログラムが記録されたコンピュータ可読の記憶媒
    体であって、 ページテーブルエントリを検索する前記検索処理が進行
    中であるか判定する手段と、 前記検索処理が進行中でない場合、現在のページテーブ
    ルエントリを削除あるいは移動する手段と、 ページエントリ値の前記検索処理が進行中の場合、現在
    のページテーブルエントリ値の削除あるいは移動以前に
    所定時間待機する手段とを備えることを特徴とする記憶
    媒体。
24. 【請求項２４】 請求項１または１１の方法によって仮
    想メモリを管理する管理部を供えることを特徴とするコ
    ンピュータシステム。