JPH10320358A

JPH10320358A - メモリ管理システム、メモリ管理システムのメモリ管理方法、及びメモリ管理システムのメモリ管理方法のプログラム情報を格納したコンピュータ読取り可能な記憶媒体

Info

Publication number: JPH10320358A
Application number: JP23706297A
Authority: JP
Inventors: Satoshi Uchino; 聡内野
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1997-03-18
Filing date: 1997-09-02
Publication date: 1998-12-04

Abstract

(57)【要約】【課題】共有メモリからのメモリ確保処理をできるだ
け排他制御が不要な所定のＣＰＵのみに割り当てられた
部分からの確保のみで完結できるようなメモリ管理シス
テムの提供を可能とする。【解決手段】所定の単位時間においてＣＰＵが全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分から確保したメモリ量に基づい
て、このＣＰＵのメモリ需要予測量を求め、この予測量
に基づき全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを確
保し、この確保したメモリを所定のＣＰＵのみに割り当
てられた部分に移すことで、全ＣＰＵに割り当て可能な
部分からメモリを確保する際に必要な排他制御によるオ
ーバヘッドを減らすことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数のＣＰＵがメ
モリを共有するマルチプロセッサシステムにおいて、Ｃ
ＰＵのメモリ確保要求に応じて割り当て可能な共有メモ
リを、全ＣＰＵに割り当て可能な部分と、所定のＣＰＵ
のみに割り当て可能な部分とに分けて管理するメモリ管
理システム、メモリ管理システムのメモリ管理方法、及
びメモリ管理システムのメモリ管理方法のプログラム情
報を格納したコンピュータ読取り可能な記憶媒体に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】共有メモリ型のマルチプロセッサシステ
ムでは、複数のＣＰＵがメモリを共有する。メモリ管理
プログラムがメモリ管理のために持つデータ構造は、複
数のＣＰＵが同時にメモリ管理プログラムを呼び出すこ
とにより変更を加えられると、一貫性が保てなくなる。
そのため、メモリ管理のためのデータ構造に対する排他
制御が必要である。

【０００３】そこで、従来例について、従来のメモリ管
理システムの概念図である図１４を用いて説明する。各
ＣＰＵ、共有メモリ、バスについては、本発明の概念図
である図１と変わらないので同じ番号を付している。本
発明と異なるメモリ管理システム部分については図１４
では図示していない。

【０００４】各ＣＰＵ（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１〜
Ｎ））は、メモリ管理等の各種の制御処理を実行する。
メモリの確保、メモリの解放、全ＣＰＵに割り当て可能
なメモリ領域と各ＣＰＵのみに割り当て可能なメモリ領
域のバランス監視処理等をするメモリ管理システムは、
バス４００に接続された図示しない記憶手段に、例えば
プログラムとして記憶され、各ＣＰＵにより実行され
る。バス４００は、各ＣＰＵと共有メモリ２００とメモ
リ管理システム間のデータを転送する。

【０００５】共有メモリ２００は、全ＣＰＵに割り当て
可能なメモリ領域（領域Ｇ（２００−０）と、各ＣＰＵ
（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１〜Ｎ））のみに割り当て可能
なメモリ領域（領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２００−
Ｎ）とに分けて管理する。従来、共有メモリを全ＣＰＵ
に割り当て可能なメモリ領域（領域Ｇ（２００−０））
と、各ＣＰＵ（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１〜Ｎ））のみに
割り当て可能なメモリ領域（領域１〜領域Ｎ（２００−
１〜２００−Ｎ））とに分けて管理する方法が採用され
てきた。

【０００６】このメモリ管理方法は、次の３つの処理か
ら構成される。

【０００７】１．メモリ確保処理２．メモリ開放処理３．領域バランス監視処理以上の従来例の処理手順を、図１１、図１２、図１３を
用いて以下に示す。

【０００８】１．メモリ確保処理図１１にＣＰＵｋ（ｋ）のメモリ確保処理の流れを示
す。ｋはＣＰＵ番号である。

【０００９】この処理は各ＣＰＵ毎に実行する。

【００１０】ＣＰＵｋ（ｋ）がこのＣＰＵｋ（ｋ）のみ
に割り当て可能なメモリ領域ｋからメモリブロックを探
し（Ｓ１１０１）、必要なメモリブロックが見つかった
場合（Ｓ１１０２のＹｅｓ）、領域ｋからメモリブロッ
クを割り当て（Ｓ１１０６）、メモリ確保処理は終了す
る。

【００１１】上記の様に、ＣＰＵｋ（ｋ）が各ＣＰＵ専
用のメモリ領域である領域ｋ（２００−Ｋ）からメモリ
を確保する際は（Ｓ１１０１、Ｓ１１０２、Ｓ１１０
６）、他のＣＰＵが同じ領域からメモリを確保すること
はないため、排他制御は不要である。

【００１２】従って、メモリを確保する時のオーバーヘ
ッドが小さい。

【００１３】ＣＰＵｋ（ｋ）が領域ｋからメモリブロッ
クを探し（Ｓ１１０１）、必要とするサイズのメモリブ
ロックが見つからなかった場合（Ｓ１１０２のＮｏ）
は、各ＣＰＵ共用のメモリ領域である領域Ｇからメモリ
ブロックを探す。そのためには、他のＣＰＵが同時にメ
モリ管理のためのデータ構造を変更しない様に領域Ｇに
対するロックを取る（領域Ｇからメモリブロックを探す
ＣＰＵがロックを保持すること）処理をする（Ｓ１１０
３）。次に、領域Ｇからメモリブロックを探す（Ｓ１１
０４）。メモリブロックが見つからなかった場合は（Ｓ
１１０５のＮｏ）、エラーとなる。

【００１４】メモリブロックが見つかった場合は（Ｓ１
１０５のＹｅｓ）、領域Ｇからメモリブロックを割り当
てる（Ｓ１１０７）。次に、排他制御のために取ってい
た（保持していた）ロックを外し（ロックをどのＣＰＵ
も保持していない状態にすること）（Ｓ１１０８）、正
常終了する。

【００１５】２．メモリ解放処理図１２は、ＣＰＵｋ（ｋ）のメモリ解放処理の流れを示
す。ｋはＣＰＵ番号である。この処理は、各ＣＰＵ毎に
実行する。確保したメモリが必要なくなったら、確保し
たメモリを領域Ｇ（２００−０）でなく領域ｋに返す
（Ｓ１２０１）。

【００１６】３．領域バランス監視処理メモリ確保処理は領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２００
−Ｎ）と領域Ｇからメモリを確保するが、メモリ解放処
理は領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２００−Ｎ）のみに
メモリを返す。そのため何度もメモリ確保と解放を繰り
返すことにより、領域Ｇ（２００−０）の大きさは小さ
くなる。

【００１７】そこで、領域Ｇ（２００−０）の大きさが
小さくなりすぎぬよう、領域１〜領域Ｎ（２００−１〜
２００−Ｎ）から未使用のメモリブロックを探し、領域
Ｇ（２００−０）に返す処理を定期的に実行する。この
処理の流れを図１３に示す。領域Ｇの大きさがある閾値
より小さいかどうか判定し、ある閾値より小さくない場
合（Ｓ１３０１のＮｏ）、正常終了する。

【００１８】ある閾値より小さい場合（Ｓ１３０１のＹ
ｅｓ）は、対象となるＣＰＵ番号ｋを選択する（Ｓ１３
０２）。対象ＣＰＵは、Ｓ１３０２が実行される毎に順
番に切り替わる。次に選択したＣＰＵｋに領域ｋから未
使用のメモリブロックを探し領域Ｇに返す一連の処理で
あるＳ１３０４〜Ｓ１３０６を実行させる。

【００１９】ＣＰＵｋは、まず領域Ｇに対するロックを
取る（Ｓ１３０４）。次に、領域ｋから未使用のメモリ
ブロックを探し、領域Ｇに返す（Ｓ１３０５）。メモリ
ブロックを返したので領域Ｇに対するロックを外す（Ｓ
１３０６）。その後、正常終了する。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】領域Ｇ（２００−０）
からメモリを確保する際に、他のＣＰＵが同時にメモリ
管理のためのデータ構造を変更しない様に、排他制御が
必要となり、この排他制御は一連の処理の前後にロック
を取る、ロックを外すというステップを挿入することで
実現する。従来例では、この排他制御のオーバーヘッド
が大きかった。

【００２１】特にほぼ同時に複数のＣＰＵが領域Ｇ（２
００−０）からメモリを確保しようとしたとき、ロック
の解放（他のＣＰＵがロックを外す）を待つ必要がある
ために、メモリ確保処理に大きな時間がかかる可能性が
ある。

【００２２】そこで、本発明は上記事情を考慮して成さ
れたもので、メモリ確保処理をできるだけ各ＣＰＵのみ
に割り当てられた領域ｋ（２００−ｋ）からの確保のみ
で完結できるように、排他制御が不要なメモリ領域領域
１〜領域Ｎ（２００−１〜２００−Ｎ）の配分を最適化
することにより、メモリ確保処理の処理時間の短縮を図
ることを可能としたメモリ管理システム、メモリ管理シ
ステムのメモリ管理方法、及びメモリ管理システムのメ
モリ管理方法のプログラム情報を格納したコンピュータ
読取り可能な記憶媒体を提供することを目的とする。

【００２３】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記目的を達
成するため以下の通りとする。

【００２４】（１）本発明は、複数のＣＰＵがメモリを
共有するマルチプロセッサシステムにおいて、ＣＰＵの
メモリ確保要求に応じて割り当て可能な共有メモリを、
全ＣＰＵに割り当て可能な部分と、所定のＣＰＵのみに
割り当て可能な部分とに分けて管理するメモリ管理シス
テムであって、所定の時間間隔毎にこの時間間隔内にＣ
ＰＵ毎の上記共有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部
分からメモリを確保するメモリ確保量と確保したメモリ
を上記共有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分へ解
放するメモリ解放量との差を次の時間間隔内で上記ＣＰ
Ｕ毎の必要と予測されるメモリ量である需要予測メモリ
量として求めるメモリ需要予測手段と、ＣＰＵからのメ
モリ確保要求に応じて上記共有メモリの全ＣＰＵに割り
当て可能な部分または所定のＣＰＵのみに割り当て可能
な部分からメモリを確保するメモリ確保手段とを備えて
構成され、上記メモリ確保手段は、ＣＰＵからのメモリ
確保要求に応じて共有メモリからメモリを確保する際
に、上記ＣＰＵのみに割り当て可能な部分のメモリ量が
不足し全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを確保
する場合、上記ＣＰＵの上記需要予測メモリ量を全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分から上記ＣＰＵのみに割り当て
可能な部分に移すことを特徴とする。

【００２５】このような構成によれば、共有メモリから
のメモリ確保処理をできるだけ排他制御が不要な所定の
ＣＰＵのみに割り当てられた部分からの確保のみで完結
できるように、所定の単位時間においてＣＰＵが全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分から確保したメモリ量に基づい
て、このＣＰＵのメモリ需要予測量を求め、この予測量
に基づき全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを確
保し、この確保したメモリを所定のＣＰＵのみに割り当
てられた部分に移すことで、全ＣＰＵに割り当て可能な
部分からメモリを確保する際に必要な排他制御であるロ
ック獲得待ちによるオーバヘッドを減らすことができ
る。

【００２６】（２）本発明は、上記共有メモリから確保
したメモリを上記共有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能
な部分または所定のＣＰＵのみに割り当て可能な部分に
解放するメモリ解放手段を備え、上記メモリ解放手段
は、上記次の時間間隔内で必要と予測されるメモリ量が
負であり、且つ、現在の時間間隔内で全ＣＰＵに割り当
て可能な部分に移したメモリ量の総量とこれから解放す
るメモリ量の和が上記需要予測メモリ量の絶対値より小
さい場合には、解放するメモリを全ＣＰＵに割り当て可
能な部分に解放し、上記条件が成立しない場合には、解
放するメモリを所定のＣＰＵのみに割り当て可能な部分
にメモリを解放することを特徴とする（１）記載のメモ
リ管理システムである。

【００２７】この構成によれば、メモリを必要としない
ＣＰＵが、そのＣＰＵのみに割り当て可能な部分の量を
減らし、全ＣＰＵに割り当て可能な部分を増やすことに
より、全ＣＰＵに割り当て可能な部分の量をより多く保
つことができる。

【００２８】（３）本発明は、上記メモリ解放手段は、
確保したメモリを全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放
する際に、直接全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放せ
ず、解放するメモリブロックとこの解放するメモリブロ
ックに関する情報からなる使用可能なメモリブロックの
メモリリストに追加することを特徴とする（２）記載の
メモリ管理システムである。

【００２９】この構成によれば、解放するメモリを直接
全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放せず、解放するメ
モリブロックのメモリリストに追加することで、全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分に解放する際に必要となる排他
制御であるロック獲得待ちによるオーバヘッドを減らす
ことができる。

【００３０】

【発明の実施の形態】以下に本発明の実施形態を説明す
る。

【００３１】（第１の実施形態）本発明の第１の実施形
態に係るメモリ管理システムの概念図である図１を用い
て説明する。各ＣＰＵ（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１〜
Ｎ））は、メモリ管理等の各種の制御処理を司る。バス
４００は、各ＣＰＵと共有メモリ２００とメモリ確保手
段３０１、メモリ解放手段３０２、領域バランス監視手
段３０３、メモリ需要予測手段３０４間のデータを転送
する。

【００３２】共有メモリ２００は、全ＣＰＵに割り当て
可能なメモリ領域（領域Ｇ（２００−０））と、各ＣＰ
Ｕ（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１〜Ｎ））のみに割り当て可
能なメモリ領域（領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２００
−Ｎ））とに分けて管理する。

【００３３】本実施形態におけるメモリ管理システム
は、メモリ確保手段３０１、メモリ解放手段３０２、領
域バランス監視手段３０３、メモリ需要予測手段３０４
からなり、ＲＯＭやＲＡＭ等の記憶手段に、例えばプロ
グラムとして記憶され、各ＣＰＵにより実行される。

【００３４】メモリ確保手段３０１は、各ＣＰＵからの
メモリ確保要求に応じて共有メモリの領域１〜領域Ｎ
（２００−１〜２００−Ｎ）、または領域Ｇ（２００−
０）からメモリを確保する。

【００３５】メモリ解放手段３０２は、共有メモリから
確保したメモリを、領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２０
０−Ｎ）、または領域Ｇ（２００−０）に解放する。

【００３６】領域バランス監視手段３０３は、領域Ｇ
（２００−０）のメモリ量が所定の大きさより小さくな
らないように監視し、領域１〜領域Ｎ（２００−１〜２
００−Ｎ）から未使用のメモリブロックを探し、領域Ｇ
（２００−０）に返す。または領域１〜領域Ｎ（２００
−１〜２００−Ｎ）から解放し、領域Ｇ（２００−０）
に返すべきメモリブロックのリストであるフリーリスト
にあるメモリブロックを領域Ｇ（２００−０）に返す。

【００３７】メモリ需要予測手段３０４は、所定の単位
時間間隔において、領域Ｇ（２００−０）から各ＣＰＵ
が確保するメモリ量を予測し、領域Ｇメモリ需要予測量
として求める。

【００３８】本実施形態における管理方法は、次の４つ
の処理で構成する。この管理方法が従来例と異なる。

【００３９】１．単位時間間隔で実行される処理（メモ
リ需要予測処理）２．メモリ確保処理３．メモリ解放処理４．領域バランス監視処理単位時間間隔で実行される処理を実行する間隔を１単位
時間とする。この間隔は、ここでは１０秒とする。

【００４０】また、次の変数を使用する。

【００４１】・領域Ｇメモリ需要予測量ｋ…ＣＰＵｋ
（ｋ）において、現在の単位時間に領域Ｇ（２００−
０）から確保するメモリ量の予測量・メモリ増分量ｋ…現在の単位時間において、ＣＰＵｋ
（ｋ）で発生したメモリ確保量と解放量の差・フリーリストｋ…領域Ｇ（２００−０）に返されるべ
きメモリのリスト以上の処理は、以下のように実現する。

【００４２】１．単位時間間隔で実行される処理（メモ
リ需要予測処理）各ＣＰＵ（ＣＰＵ１〜ＣＰＵＮ（１−Ｎ））は、図２に
示す処理（Ｓ２０１、Ｓ２０２）を単位時間間隔で実行
する。ｋはＣＰＵ番号を示す。

【００４３】ここで、領域Ｇメモリ需要予測量ｋの値と
して、その時点でのメモリ増分量ｋの値を使用する。図
２の処理は、メモリ需要予測手段３０４にて行う。

【００４４】メモリ増分量ｋの値は、Ｓ２０２で初期化
される。そして、メモリ確保時に確保するサイズだけ加
算され（図３のＳ３１０）、メモリ解放時に解放するサ
イズ分だけ減算される（図４のＳ４０１）。

【００４５】従って、Ｓ２０１を実行する時点で、メモ
リ増分量ｋの値は、前回のこの単位時間間隔で実行され
る処理（図２）実行以降のメモリ確保量と解放量の差分
を示す。この値を、次にこの処理が実行されるまでの
間、領域Ｇメモリ需要予測量ｋの値として使用する。領
域Ｇメモリ需要予測量ｋの値は、メモリ確保の処理時に
使用する。

【００４６】２．メモリ確保処理メモリ確保時の処理を図３に示す。図３の処理は、メモ
リ確保手段３０１にて行う。従来例とはＳ３０８、Ｓ３
１０の処理が異なっている。

【００４７】メモリ確保時、ＣＰＵｋ（ｋ）はＣＰＵｋ
（ｋ）専用のメモリ領域ｋから必要なサイズのメモリブ
ロックを探す（Ｓ３０１）。

【００４８】必要なサイズのメモリブロックが見つかっ
た場合（Ｓ３０２のＹｅｓ）、ＣＰＵｋ（ｋ）専用のメ
モリ領域ｋからメモリブロックを割り当てる（Ｓ３０
６）。その後、メモリ増分量ｋに要求サイズを加え（Ｓ
３１０）、正常終了する。

【００４９】この処理では、下記式（１）の様にメモリ
増分量ｋの値に要求サイズを加算する（Ｓ３１０）。

【００５０】メモリ増分量ｋ＝メモリ増分量ｋ＋要求サイズ … 式（１）必要なサイズのメモリブロックが見つからなかった場合
（Ｓ３０２のＮｏ）、ＣＰＵｋ（ｋ）は、領域Ｇ（２０
０−０）からメモリを確保し領域ｋへ移す処理を実施す
る（Ｓ３０３〜Ｓ３０５、Ｓ３０７〜Ｓ３０９）。ま
ず、ＣＰＵｋ（ｋ）は、他のＣＰＵがメモリ管理のため
のデータ構造を変更しない様に領域Ｇに対するロックを
取る（Ｓ３０３）。次に、ＣＰＵｋ（ｋ）は、領域Ｇか
ら必要なサイズのメモリブロックを探す（Ｓ３０４）。
必要なサイズのメモリブロックが見つからなかった場合
（Ｓ３０５のＮｏ）、エラーとなる。

【００５１】必要なサイズのメモリブロックが見つかっ
た場合（Ｓ３０５のＹｅｓ）、領域Ｇから領域ｋへ移す
（Ｓ３０７、Ｓ３０８）メモリ量は、次の式（２）の様
に決定する。

【００５２】割当量ｋ＝ｍａｘ（要求されたサイズ，領域Ｇメモリ需要予測量ｋ） … 式（２）このうち、要求されたサイズ分はメモリ確保処理を呼び
出したプロセスに渡される（Ｓ３０７）ため、Ｓ３０８
における領域ｋ（２００−ｋ）の増加量は次の式（３）
のようになる。

【００５３】領域ｋの増加量＝ｍａｘ（０，領域Ｇメモリ需要予測量ｋ−要求されたサイズ） … 式（３）式（３）より求めた領域Ｋの増加量に応じて、領域Ｇの
メモリの一部を領域ｋに移す（Ｓ３０８）。次に、領域
Ｇに対するロックを外し（保持したロックを返す）（Ｓ
３０９）、メモリ増分量Ｋに要求サイズを加える（Ｓ３
１０）。その後、処理は正常終了する。

【００５４】３．メモリ開放処理ＣＰＵｋ（ｋ）のメモリ開放時の処理を図４に示す。こ
の処理は、メモリ解放手段３０２にて行う。従来例と
は、Ｓ４０１、Ｓ４０２、Ｓ４０４、Ｓ４０５の処理が
異なっている。

【００５５】式（４）の様にメモリ増分量ｋの値から、
解放するメモリブロックのサイズを減算する（Ｓ４０
１）。

【００５６】メモリ増分量ｋ＝メモリ増分量ｋ−解放するメモリブロックのサイズ … 式（４）このメモリ増分量ｋは、１．単位時間間隔で実行される
処理で使用する。

【００５７】ＣＰＵｋ（ｋ）は領域Ｇメモリ需要予測量
ｋが負の値、即ち確保する量より解放する量が多いと予
測される場合（Ｓ４０２のＹｅＳ）、領域Ｇメモリ需要
予測量k に領域Ｇメモリへの解放予測量ｋ（＝−領域Ｇ
メモリ需要予測量ｋ）に達するまで、メモリブロックサ
イズを加える（Ｓ４０４）。ＣＰＵｋ（ｋ）はこのメモ
リブロックをフリーリストｋへ返す（Ｓ４０５）。

【００５８】Ｓ４０５の処理において、フリーリストｋ
をメモリブロックへ返し、領域Ｇ（２００−０）へ直接
返さないのは、領域Ｇ（２００−０）のロックを取るこ
とにともなうオーバーヘッドを減らすためである。

【００５９】このフリーリストの構造の概念図を図５に
示す。フリーリストｋは、領域Ｇに返されるべきメモリ
のリストである。図５のメモリブロック１で説明する
と、次のメモリブロックへのポインタを格納する要素
（５０１）と、メモリブロックのサイズを格納する要素
（５０２）と、上記ポインタと上記サイズを格納した部
分以外の残りの要素（５０３）とで構成される。この場
合、フリーリストにつなげるのは、メモリブロックのサ
イズが８ｂｙｔｅｓ以上のもののみを対象とする。次の
ブロックへのポインタを格納する部分（５０１）に４ｂ
ｙｔｅｓ、メモリブロックのサイズを格納する部分に４
ｂｙｔｅｓの計８ｂｙｔｅｓ必要だからである。メモリ
ブロック１の場合、次のブロックへのポインタを格納す
る部分（５０１）に、メモリブロック２へのポインタを
格納し、メモリブロックのサイズを格納する部分（５０
２）にメモリブロック１のサイズ４０ｂｙｔｅｓを示す
情報が格納されている。

【００６０】本実施形態の場合、フリーリストに追加で
きるメモリブロックのサイズは上記の様に８ｂｙｔｅｓ
以上必要となるので、図４のＳ４０２の処理には解放す
るメモリブロックサイズは８ｂｙｔｅｓ以上という条件
も加わる。

【００６１】メモリブロックにフリーリストを追加する
処理を図６に示す。次のメモリブロックへのポインタを
格納し（Ｓ６０１）、次にメモリブロックのサイズ情報
を格納する（Ｓ６０２）。変数ｆｒｅｅｌｉｓｔ［ｋ］
の先頭にメモリブロックを追加し（Ｓ６０３）、処理を
終了する。

【００６２】４．領域バランス監視処理領域バランス監視処理を図７に示す。Ｓ７０１〜Ｓ７０
８の処理は１台のＣＰＵで実行する。この処理は、領域
バランス監視手段３０３にて行う。従来例とはＳ７０
２、Ｓ７０３、Ｓ７０６〜Ｓ７０８、Ｓ７２１〜Ｓ７２
３のの処理が異なっている。

【００６３】メモリが不足したとき、まず、フリーリス
ト１〜Ｎからメモリを返す（Ｓ７０７〜Ｓ７０８、Ｓ７
２１〜Ｓ７２３）。それでも不足するなら、従来例と同
様の処理を行う（Ｓ７０４〜Ｓ７０６、Ｓ７１１〜Ｓ７
１３）。

【００６４】図７に基づき順に説明すると、ＣＰＵｋ
（ｋ）は領域Ｇの大きさがある閾値より小さいかどうか
判定する（Ｓ７０１）。領域Ｇの大きさが所定の閾値よ
り大きい場合（Ｓ７０１のＮｏ）、領域Ｇの大きさを示
す変数ｃを０とし、正常終了する。

【００６５】領域Ｇの大きさが所定の閾値より小さい場
合（Ｓ７０１のＹｅｓ）、変数ｃの値が０かどうか判定
する（Ｓ７０３）。変数ｃが０であった場合（Ｓ７０３
のＹｅｓ）、ＣＰＵ１〜Ｎにフリーリスト１〜Ｎからメ
モリを領域Ｇに返す処理（Ｓ７２１〜Ｓ７２３）を実行
させる（Ｓ７０７）。次に変数ｃをＮとし（Ｓ７０
８）、正常終了する。

【００６６】ＣＰＵｋ（ｋ）は、領域Ｇに対するロック
を取り（Ｓ７２１）、フリーリストＫにあるメモリブロ
ックを領域Ｇに返す（Ｓ７２２）。領域Ｇに対するロッ
クを外し（Ｓ７２３）、正常終了する。

【００６７】変数ｃが０でない場合（Ｓ７０３のＮ
ｏ）、対象となるＣＰＵ番号ｋを選択する（Ｓ７０
４）。対象ＣＰＵは、Ｓ７０４が実行されるごとに順番
に切り替わる。

【００６８】次に、ＣＰＵｋにＳ７１１〜Ｓ７１３を実
行させる（Ｓ７０５）。変数ｃをｃ−１とし（Ｓ７０
６）、正常終了する。

【００６９】ＣＰＵｋ（ｋ）は、領域Ｇに対するロック
を取り（Ｓ７１１）、領域ｋから未使用のメモリブロッ
クを探し、領域Ｇに返す（Ｓ７１２）。領域Ｇに対する
ロックを外し（Ｓ７１３）、正常終了する。

【００７０】以上、実施例１の４つの処理を説明した。
次に、この実施例で、排他制御（ロック獲得待ち）が減
ることを図８を用いて説明する。

【００７１】図８は、ＣＰＵｋ（ｋ）が単位時間当た
り、４Ｋｂｙｔｅｓのメモリを５回、計２０Ｋｂｙｔｅ
ｓのメモリを確保する場合を示す。

【００７２】ＣＰＵｋ（ｋ）の専用メモリ領域（領域
ｋ）に４Ｋｂｙｔｅｓ以上残っていない場合、従来例で
は、単位時間当たり５回共有メモリ領域（領域Ｇ）から
確保することになる。

【００７３】本発明では、直前の単位時間で共有メモリ
領域（領域Ｇ）から２０Ｋｂｙｔｅｓ確保したことか
ら、共有メモリ領域（領域Ｇ）の領域Ｇメモリ需要予測
量ｋは２０Ｋｂｙｔｅｓとなる。

【００７４】最初のメモリ確保では、共有メモリ領域
（領域Ｇ）から２０Ｋｂｙｔｅｓのメモリを確保し、４
Ｋｂｙｔｅｓを呼び出し元に、１６Ｋｂｙｔｅｓを専用
メモリ領域に残す。

【００７５】従って、次の４回は専用メモリ領域（領域
ｋ）から確保できるようになる。

【００７６】共有メモリ領域（領域Ｇ）からメモリを獲
得するステップは（図２の従来例では、Ｓ１１０３〜Ｓ
１１０５、Ｓ１１０７〜Ｓ１１０８。図３の本発明で
は、Ｓ３０３〜Ｓ３０５、Ｓ３０７〜Ｓ３０９。）上記
した様に、データの一貫性を保つため、１つのＣＰＵし
か実行できないため、複数のＣＰＵが同時にメモリを要
求した時ロックの獲得待ちが生じる可能性がある。本発
明では、上記の共有メモリ領域（領域Ｇ）からメモリを
獲得するステップの実行回数が、この場合、従来例の１
／５に減る。従来例では２０Ｋｂｙｔｅｓ獲得するため
には、この場合、４Ｋｂｙｔｅｓずつ５回獲得する必要
がある。本発明では、直前の単位時間でメモリを確保し
た量に基づき共有メモリ領域（領域Ｇ）の領域Ｇメモリ
需要予測量ｋを算出し、この領域Ｇメモリ需要予測量ｋ
に基づき、最初のメモリ確保で２０Ｋｂｙｔｅｓを専用
メモリ領域（領域ｋ）に確保するため、次の４回は共有
メモリ領域からメモリ確保の必要が無い。従って、ロッ
クの獲得待ちによるオーバーヘッドも減ることになる。

【００７７】（第２の実施形態）本実施の形態は、第１
の実施形態に示した方法に似ているが、領域Ｇメモリ需
要予測量ｋとして、ＣＰＵｋ（ｋ）が単位時間に領域Ｇ
（２００−０）から確保したメモリ量を使用する点が異
なっている。基本的な構成は、第１の実施形態と変わら
ないので図１を用いて説明する。本実施形態における管
理方法は、次の４つの処理で構成する。

【００７８】１．単位時間間隔で実行される処理（メモ
リ需要予測処理）２．メモリ確保処理３．メモリ解放処理４．領域バランス監視処理単位時間間隔で実行される間隔を１単位時間とする。こ
の間隔は、ここでは１０秒とする。

【００７９】また、次の変数を使用する。

【００８０】・領域Ｇメモリ需要予測量ｋＣＰＵｋ（ｋ）において、単位時間に領域Ｇ（２００−
０）から確保するメモリ量の予測量・領域Ｇメモリ確保量ｋ現在の単位時間内に、ＣＰＵｋ（ｋ）が領域Ｇ（２００
−０）から確保したメモリの総量以上の処理は以下の様
に実現する。

【００８１】１．単位時間間隔で実行される処理各ＣＰＵは、図９に示す処理（Ｓ９０１、Ｓ９０２）を
一定時間間隔で実行する。ｋはＣＰＵ番号を示す。この
処理は、メモリ需要予測手段３０４にて行う。

【００８２】ここで、領域Ｇメモリ需要予測量ｋの値と
して、その時点での領域Ｇメモリ確保量ｋの値を使用す
る（Ｓ９０１）。次に、領域Ｇメモリ需要予測量ｋは、
初期化され（Ｓ９０２）、正常終了する。

【００８３】２．メモリ確保処理メモリ確保時の処理を図１０に示す。実施例１とは、Ｓ
１０１０の処理の内容と実行条件が異なっている。この
処理は、メモリ確保手段３０１にて行う。

【００８４】この処理では、領域Ｇ（２００−０）から
メモリブロックを割り当てる際、式（５）の様に領域Ｇ
メモリ確保量ｋの値に要求サイズを加算する（Ｓ１０１
０）。

【００８５】領域Ｇメモリ確保量ｋ＝領域Ｇメモリ確保量ｋ＋要求サイズ … 式（５）図１０を用いて説明すると、メモリ確保要求によりＣＰ
Ｕｋ（ｋ）の専用メモリ領域である領域ｋからメモリブ
ロックを探す（Ｓ１００１）。要求サイズのメモリブロ
ックが見つかるかどうか判定する（Ｓ１００２）。見つ
かった場合（Ｓ１００２のＹｅｓ）、領域ｋからメモリ
ブロックを割り当て（Ｓ１００６）、正常終了する。

【００８６】要求サイズのメモリブロックが見つからな
かった場合（Ｓ１００２のＮｏ）、各ＣＰＵの共有メモ
リ領域である領域Ｇからメモリブロックを探すため領域
Ｇに対するロックを取る（Ｓ１００３）。ロックを取っ
たら領域Ｇからメモリブロックを探す（Ｓ１００４）。

【００８７】次に、領域Ｇに要求サイズのメモリブロッ
クが見つかるかどうか判定する（Ｓ１００５）。メモリ
ブロックが見つからなかった場合（Ｓ１００５のＮ
ｏ）、エラーで終了する。メモリブロックが見つかった
場合（Ｓ１００５のＹｅｓ）、領域Ｇからメモリブロッ
クを割り当てる（Ｓ１００７）。式（３）に示す「領域
ｋの増加量」に応じて領域Ｇのメモリの一部領域ｋに移
す（Ｓ１００８）。

【００８８】メモリを移したら領域Ｇに対するロックを
外す（Ｓ１００９）。次に、領域Ｇメモリ確保量ｋに要
求サイズを加え（式（５））（Ｓ１０１０）、正常終了
する。

【００８９】３．メモリ解放処理メモリ解放時の処理は、従来例と同じである。

【００９０】４．領域バランス監視処理領域バランス監視処理は、従来例と同じである。

【００９１】図８を用いて、第１の実施形態と同じく、
第２の実施形態において排他制御処理（ロック獲得待
ち）が減ることを以下に説明する。

【００９２】図８は、ＣＰＵｋ（ｋ）が単位時間当た
り、４Ｋｂｙｔｅｓのメモリを５回、計２０Ｋｂｙｔｅ
ｓのメモリを確保する場合を示す。

【００９３】ＣＰＵｋ（ｋ）の専用メモリ領域（領域
ｋ）に４Ｋｂｙｔｅｓ以上残っていない場合、従来例で
は、単位時間当たり５回共有メモリ領域（領域Ｇ）から
確保することになる。

【００９４】本発明では、直前の単位時間で共有メモリ
領域（領域Ｇ）から２０Ｋｂｙｔｅｓ確保したことか
ら、共有メモリ領域（領域Ｇ）の領域Ｇメモリ需要予測
量ｋは２０Ｋｂｙｔｅｓとなる。

【００９５】最初のメモリ確保では、共有メモリ領域
（領域Ｇ）から２０Ｋｂｙｔｅｓのメモリを確保し、４
Ｋｂｙｔｅｓを呼び出し元に、１６Ｋｂｙｔｅｓを専用
メモリ領域に残す。

【００９６】従って、次の４回は専用メモリ領域（領域
ｋ）から確保できるようになる。

【００９７】共有メモリ領域（領域Ｇ）からメモリを獲
得するステップは（図２の従来例では、Ｓ１１０３〜Ｓ
１１０５、Ｓ１１０７〜Ｓ１１０８。図１０の実施例２
ではＳ１００３〜Ｓ１００５、Ｓ１００７〜Ｓ１００
９。）上記した様に、データの一貫性を保つため、１つ
のＣＰＵしか実行できないため、複数のＣＰＵが同時に
メモリを要求した時ロックの獲得待ちが生じる可能性が
ある。実施例２では、上記の共有メモリ領域（領域Ｇ）
からメモリを獲得するステップの実行回数が、この場
合、従来例の１／５に減る。従来例では２０Ｋｂｙｔ
ｅｓ獲得するためには、この場合、４Ｋｂｙｔｅｓず
つ５回獲得する必要がある。本発明では、直前の単位時
間でのメモリを確保した量から共有メモリ領域（領域
Ｇ）の領域Ｇメモリ需要予測量ｋを算出し、この領域Ｇ
メモリ需要予測量ｋに基づき、最初のメモリ確保で２Ｋ
ｂｙｔｅｓを専用メモリ領域（領域ｋ）に確保するた
め、次の４回は共有メモリ領域からメモリ確保の必要が
無い。従って、ロックの獲得待ちによるオーバーヘッド
も減ることになる。

【００９８】ところで、上述した手法は、コンピュータ
に実行させることのできるプログラム情報として、例え
ば磁気ディスク（フロッピーディスク、ハードディスク
等）、光ディスク（ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ等）、半導体
メモリ等の記憶媒体に書き込んで各種装置に適用した
り、通信媒体により伝送して各種装置に適用することは
勿論可能である。この装置を実現するコンピュータは、
記憶媒体に記録されたプログラム情報を読み込み、この
プログラム情報によって動作が制御されることにより上
述した処理を実行する。

【００９９】

【発明の効果】以上の様に本発明によれば、複数のＣＰ
Ｕがメモリを共有するマルチプロセッサシステムのＣＰ
Ｕのメモリ確保要求に応じて割り当て可能な共有メモリ
を、全ＣＰＵに割り当て可能な部分と、所定のＣＰＵの
みに割り当て可能な部分とに分けて管理するメモリ管理
システムにおいて、共有メモリからのメモリ確保処理を
できるだけ排他制御が不要な所定のＣＰＵのみに割り当
てられた部分からの確保のみで完結できるように、所定
の単位時間においてＣＰＵが全ＣＰＵに割り当て可能な
部分から確保したメモリ量に基づいて、このＣＰＵのメ
モリ需要予測量を求め、この予測量に基づき全ＣＰＵに
割り当て可能な部分からメモリを確保し、この確保した
メモリを所定のＣＰＵのみに割り当てられた部分に移す
ことで、全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを確
保する際に必要な排他制御であるロック獲得待ちによる
オーバヘッドを減らすことができるという効果がある。

【０１００】また、本発明によれば、メモリ需要予測量
と解放するメモリ量に基づきメモリを必要としないＣＰ
Ｕが、そのＣＰＵのみに割り当て可能な部分の量を減ら
し、全ＣＰＵに割り当て可能な部分を増やすことによ
り、全ＣＰＵに割り当て可能な部分の量をより多く保つ
ことができるという効果がある。

【０１０１】また、本発明によれば、解放するメモリを
直接全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放せず、解放す
るメモリブロックのメモリリストに追加することで、全
ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放する際に必要となる
排他制御であるロック獲得待ちによるオーバヘッドを減
らすことができる。

【０１０２】また、本発明によれば、所定の時間間隔で
全ＣＰＵに割り当て可能な部分のメモリ量を監視し、所
定のメモリ量より少なくなった場合、メモリリストに基
づき全ＣＰＵに割り当て可能な部分にメモリブロックを
解放することで、全ＣＰＵに割り当て可能な部分のメモ
リ量を所定のメモリ量以上に保つことができるという効
果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施形態のメモリ管理システム
の概念を示す図。

【図２】同実施の形態に係り、単位時間間隔で実行され
る処理のフローチャートを示す。

【図３】同実施の形態に係り、メモリ確保処理のフロー
チャートを示す。

【図４】同実施の形態に係り、メモリ解放処理のフロー
チャートを示す。

【図５】同実施の形態に係り、フリーリストの構造の概
念図を示す。

【図６】同実施の形態に係り、フリーリストにメモリブ
ロックを追加する処理のフローチャートを示す。

【図７】同実施の形態に係り、メモリ領域バランス監視
処理のフローチャートを示す。

【図８】同実施の形態に係り、従来例と比較し、各ＣＰ
Ｕの共有メモリにメモリ確保要求する場合の排他制御が
減る具体例を示す概念図。

【図９】本発明の第２の実施形態に係り、単位時間間隔
で実行される処理を示すフローチャート。

【図１０】同実施の形態に係り、メモリ確保処理のフロ
ーチャート。

【図１１】従来例のメモリ確保処理のフローチャート。

【図１２】従来例のメモリ解放処理のフローチャート。

【図１３】従来例のメモリ領域バランス監視処理のフロ
ーチャート。

【図１４】従来例のメモリ管理システムの概念図。

【符号の説明】

１〜Ｎ…ＣＰＵ（１〜Ｎ）２００−１〜２００−Ｎ…領域（１〜Ｎ）２００…共有メモリ３０１…メモリ確保手段３０２…メモリ解放手段３０３…領域バランス監視手段３０４…メモリ需要予測手段４００…バス

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のＣＰＵがメモリを共有するマルチ
プロセッサシステムにおいて、ＣＰＵのメモリ確保要求
に応じて割り当て可能な共有メモリを、全ＣＰＵに割り
当て可能な部分と、所定のＣＰＵのみに割り当て可能な
部分とに分けて管理するメモリ管理システムであって、所定の時間間隔毎にこの時間間隔内にＣＰＵ毎の上記共
有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを
確保するメモリ確保量と確保したメモリを上記共有メモ
リの全ＣＰＵに割り当て可能な部分へ解放するメモリ解
放量との差を次の時間間隔内で上記ＣＰＵ毎の必要と予
測されるメモリ量である需要予測メモリ量として求める
メモリ需要予測手段と、ＣＰＵからのメモリ確保要求に応じて上記共有メモリの
全ＣＰＵに割り当て可能な部分または所定のＣＰＵのみ
に割り当て可能な部分からメモリを確保するメモリ確保
手段とを備え、上記メモリ確保手段は、ＣＰＵからのメモリ確保要求に
応じて共有メモリからメモリを確保する際に、上記ＣＰ
Ｕのみに割り当て可能な部分のメモリ量が不足し全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分からメモリを確保する場合、上
記ＣＰＵの上記需要予測メモリ量を全ＣＰＵに割り当て
可能な部分から上記ＣＰＵのみに割り当て可能な部分に
移すことを特徴とするメモリ管理システム。
【請求項２】上記共有メモリから確保したメモリを上
記共有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分または所
定のＣＰＵのみに割り当て可能な部分に解放するメモリ
解放手段を備え、上記メモリ解放手段は、上記次の時間間隔内で必要と予
測されるメモリ量が負であり、且つ、現在の時間間隔内
で全ＣＰＵに割り当て可能な部分に移したメモリ量の総
量とこれから解放するメモリ量の和が上記需要予測メモ
リ量の絶対値より小さい場合には、解放するメモリを全
ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放し、上記条件が成立しない場合には、解放するメモリを所定
のＣＰＵのみに割り当て可能な部分にメモリを解放する
ことを特徴とする請求項１記載のメモリ管理システム。
【請求項３】上記メモリ解放手段は、確保したメモリ
を全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放する際に、直接
全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解放せず、解放するメ
モリブロックとこの解放するメモリブロックに関する情
報からなる使用可能なメモリブロックのメモリリストに
追加することを特徴とする請求項２記載のメモリ管理シ
ステム。
【請求項４】上記解放するメモリブロックに関する情
報は、このメモリブロックのメモリサイズ情報とこのメ
モリブロックの次に追加された解放するメモリブロック
へのポインタ情報であることを特徴とする請求項３記載
のメモリ管理システム。
【請求項５】所定の時間間隔で全ＣＰＵに割り当て可
能な部分のメモリ量を監視し、上記全ＣＰＵに割り当て
可能な部分のメモリ量が所定のメモリ量より少なくなっ
た場合、上記メモリリストに基づいて全ＣＰＵに割り当
て可能な部分にメモリブロックを解放する領域バランス
監視手段を備えたことを特徴とする請求項３乃至４記載
のメモリ管理システム。
【請求項６】上記領域バランス監視手段は、上記メモ
リリストからメモリブロックを解放しても上記全ＣＰＵ
に割り当て可能な部分のメモリ量が所定のメモリ量より
少ない場合、上記所定のＣＰＵのみに割り当て可能な部
分から未使用のメモリブロックを探し、この未使用のメ
モリブロックを上記全ＣＰＵに割り当て可能な部分に解
放することを特徴とする請求項５記載のメモリ管理シス
テム。
【請求項７】上記メモリ需要予測手段は、現在の時間
間隔内にＣＰＵ毎の上記共有メモリの全ＣＰＵに割り当
て可能な部分からメモリを確保したメモリ確保量を上記
ＣＰＵ毎の次の時間間隔内で必要とされる需要予測メモ
リ量とすることを特徴とする請求項１記載のメモリ管理
システム。
【請求項８】複数のＣＰＵがメモリを共有するマルチ
プロセッサシステムにおいて、ＣＰＵのメモリ確保要求
に応じて割り当て可能な共有メモリを、全ＣＰＵに割り
当て可能な部分と、所定のＣＰＵのみに割り当て可能な
部分とに分けて管理するメモリ管理システムのメモリ管
理方法であって、所定の時間間隔毎にこの時間間隔内にＣＰＵ毎の上記共
有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを
確保するメモリ確保量と確保したメモリを上記共有メモ
リの全ＣＰＵに割り当て可能な部分へ解放するメモリ解
放量との差を次の時間間隔内で上記ＣＰＵ毎の必要と予
測されるメモリ量である需要予測メモリ量として求め、ＣＰＵからのメモリ確保要求に応じて共有メモリからメ
モリを確保する際に、上記ＣＰＵのみに割り当て可能な
部分のメモリ量が不足し全ＣＰＵに割り当て可能な部分
からメモリを確保する場合、上記ＣＰＵの上記需要予測メモリ量を全ＣＰＵに割り当
て可能な部分から上記ＣＰＵのみに割り当て可能な部分
に移すことを特徴とするメモリ管理方法。
【請求項９】上記次の時間間隔内で必要と予測される
メモリ量が負であり、且つ、現在の時間間隔内で全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分に移したメモリ量の総量とこれ
から解放するメモリ量の和が上記需要予測メモリ量の絶
対値より小さい場合には、解放するメモリを全ＣＰＵに
割り当て可能な部分に解放し、上記条件が成立しない場合には、解放するメモリを所定
のＣＰＵのみに割り当て可能な部分にメモリを解放する
ことを特徴とする請求項８記載のメモリ管理方法。
【請求項１０】確保したメモリを全ＣＰＵに割り当て
可能な部分に解放する際に、直接全ＣＰＵに割り当て可
能な部分に解放せず、解放するメモリブロックとこの解
放するメモリブロックに関する情報からなる使用可能な
メモリブロックのメモリリストに追加することを特徴と
する請求項９記載のメモリ管理方法。
【請求項１１】上記解放するメモリブロックに関する
情報は、このメモリブロックのメモリサイズ情報とこの
メモリブロックの次に追加された解放するメモリブロッ
クへのポインタ情報であることを特徴とする請求項１０
記載のメモリ管理方法。
【請求項１２】所定の時間間隔で全ＣＰＵに割り当て
可能な部分のメモリ量を監視し、上記全ＣＰＵに割り当
て可能な部分のメモリ量が所定のメモリ量より少なくな
った場合、上記メモリリストに基づいて全ＣＰＵに割り
当て可能な部分にメモリブロックを解放することを特徴
とする請求項１０または１１記載のメモリ管理方法。
【請求項１３】上記メモリリストからメモリブロック
を解放しても上記全ＣＰＵに割り当て可能な部分のメモ
リ量が所定のメモリ量より少ない場合、上記所定のＣＰ
Ｕのみに割り当て可能な部分から未使用のメモリブロッ
クを探し、この未使用のメモリブロックを上記全ＣＰＵ
に割り当て可能な部分に解放することを特徴とする請求
項１２記載のメモリ管理方法。
【請求項１４】上記メモリ需要予測手段は、現在の時
間間隔内にＣＰＵ毎の上記共有メモリの全ＣＰＵに割り
当て可能な部分からメモリを確保したメモリ確保量を上
記ＣＰＵ毎の次の時間間隔内で必要とされる需要予測メ
モリ量とすることを特徴とする請求項８記載のメモリ管
理方法。
【請求項１５】複数のＣＰＵがメモリを共有するマル
チプロセッサシステムであって、ＣＰＵのメモリ確保要
求に応じて割り当て可能な共有メモリを、全ＣＰＵに割
り当て可能な部分と、所定のＣＰＵのみに割り当て可能
な部分とに分けて管理するメモリ管理システムにおい
て、上記メモリ管理システムは、所定の時間間隔毎にこの時間間隔内にＣＰＵ毎の上記共
有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを
確保するメモリ確保量と確保したメモリを上記共有メモ
リの全ＣＰＵに割り当て可能な部分へ解放するメモリ解
放量との差を次の時間間隔内で上記ＣＰＵ毎の必要と予
測されるメモリ量である需要予測メモリ量として求める
メモリ需要予測手段と、ＣＰＵからのメモリ確保要求に応じて上記共有メモリの
全ＣＰＵに割り当て可能な部分または所定のＣＰＵのみ
に割り当て可能な部分からメモリを確保するメモリ確保
手段とを具備するよう機能し、上記メモリ確保手段は、ＣＰＵからのメモリ確保要求に
応じて共有メモリからメモリを確保する際に、上記ＣＰ
Ｕのみに割り当て可能な部分のメモリ量が不足し全ＣＰ
Ｕに割り当て可能な部分からメモリを確保する場合、上
記ＣＰＵの上記需要予測メモリ量を全ＣＰＵに割り当て
可能な部分から上記ＣＰＵのみに割り当て可能な部分に
移すよう機能するようメモリ管理システムのメモリ管理
方法のプログラム情報を格納したコンピュータ読取り可
能な記憶媒体。
【請求項１６】複数のＣＰＵがメモリを共有するマル
チプロセッサシステムにおいて、ＣＰＵのメモリ確保要
求に応じて割り当て可能な共有メモリを、全ＣＰＵに割
り当て可能な部分と、所定のＣＰＵのみに割り当て可能
な部分とに分けて管理するメモリ管理システムのメモリ
管理方法であって、所定の時間間隔毎にこの時間間隔内にＣＰＵ毎の上記共
有メモリの全ＣＰＵに割り当て可能な部分からメモリを
確保するメモリ確保量と確保したメモリを上記共有メモ
リの全ＣＰＵに割り当て可能な部分へ解放するメモリ解
放量との差を次の時間間隔内で上記ＣＰＵ毎の必要と予
測されるメモリ量である需要予測メモリ量として求め、ＣＰＵからのメモリ確保要求に応じて共有メモリからメ
モリを確保する際に、上記ＣＰＵのみに割り当て可能な
部分のメモリ量が不足し全ＣＰＵに割り当て可能な部分
からメモリを確保する場合、上記ＣＰＵの上記需要予測メモリ量を全ＣＰＵに割り当
て可能な部分から上記ＣＰＵのみに割り当て可能な部分
に移すことを特徴とするメモリ管理システムのメモリ管
理方法のプログラム情報を格納したコンピュータ読取り
可能な記憶媒体。
【請求項１７】上記次の時間間隔内で必要と予測され
るメモリ量が負であり、且つ、現在の時間間隔内で全Ｃ
ＰＵに割り当て可能な部分に移したメモリ量の総量とこ
れから解放するメモリ量の和が上記需要予測メモリ量の
絶対値より小さい場合には、解放するメモリを全ＣＰＵ
に割り当て可能な部分に解放し、上記条件が成立しない場合には、解放するメモリを所定
のＣＰＵのみに割り当て可能な部分にメモリを解放する
ことを特徴とする請求項１６記載のメモリ管理システム
のメモリ管理方法のプログラム情報を格納したコンピュ
ータ読取り可能な記憶媒体。
【請求項１８】確保したメモリを全ＣＰＵに割り当て
可能な部分に解放する際に、直接全ＣＰＵに割り当て可
能な部分に解放せず、解放するメモリブロックとこの解
放するメモリブロックに関する情報からなる使用可能な
メモリブロックのメモリリストに追加することを特徴と
する請求項１７記載のメモリ管理システムのメモリ管理
方法のプログラム情報を格納したコンピュータ読取り可
能な記憶媒体。
【請求項１９】上記解放するメモリブロックに関する
情報は、このメモリブロックのメモリサイズ情報とこの
メモリブロックの次に追加された解放するメモリブロッ
クへのポインタ情報であることを特徴とする請求項１８
記載のメモリ管理システムのメモリ管理方法のプログラ
ム情報を格納したコンピュータ読取り可能な記憶媒体。
【請求項２０】所定の時間間隔で全ＣＰＵに割り当て
可能な部分のメモリ量を監視し、上記全ＣＰＵに割り当
て可能な部分のメモリ量が所定のメモリ量より少なくな
った場合、上記メモリリストに基づいて全ＣＰＵに割り
当て可能な部分にメモリブロックを解放することを特徴
とする請求項１８または１９記載のメモリ管理システム
のメモリ管理方法のプログラム情報を格納したコンピュ
ータ読取り可能な記憶媒体。
【請求項２１】上記メモリリストからメモリブロック
を解放しても上記全ＣＰＵに割り当て可能な部分のメモ
リ量が所定のメモリ量より少ない場合、上記所定のＣＰ
Ｕのみに割り当て可能な部分から未使用のメモリブロッ
クを探し、この未使用のメモリブロックを上記全ＣＰＵ
に割り当て可能な部分に解放することを特徴とする請求
項２０記載のメモリ管理システムのメモリ管理方法のプ
ログラム情報を格納したコンピュータ読取り可能な記憶
媒体。
【請求項２２】上記メモリ需要予測手段は、現在の時
間間隔内にＣＰＵ毎の上記共有メモリの全ＣＰＵに割り
当て可能な部分からメモリを確保したメモリ確保量を上
記ＣＰＵ毎の次の時間間隔内で必要とされる需要予測メ
モリ量とすることを特徴とする請求項１６記載のメモリ
管理システムのメモリ管理方法のプログラム情報を格納
したコンピュータ読取り可能な記憶媒体。