JPS58175188A - メモリ管理方式 - Google Patents
メモリ管理方式Info
- Publication number
- JPS58175188A JPS58175188A JP57050433A JP5043382A JPS58175188A JP S58175188 A JPS58175188 A JP S58175188A JP 57050433 A JP57050433 A JP 57050433A JP 5043382 A JP5043382 A JP 5043382A JP S58175188 A JPS58175188 A JP S58175188A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- partition
- swap
- task
- memory
- segment
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
惺ａｐ＜λ酋」Ｌｔ団
本発明は、メモリ上でのタスクの動作領域管理方式に関
し、特に動作領域を獲得するための効率的なメモリの使
用とスワツピング制御とを行なうメモリ管理方式に関す
る。
し、特に動作領域を獲得するための効率的なメモリの使
用とスワツピング制御とを行なうメモリ管理方式に関す
る。
炙乳旦１１
従来、複数の非常駐タスクの動作領域（以下パーティシ
ョンと呼ぶ）の合計が、物理的な主記憶容量を超えた場
合、ディスク装置に獲得した退避領域（以下スワップフ
ァイルと呼ぶ）との間で、スワツピングを行なう方法を
とることがある。ＣＰＵマツピングレジスタ（以下ＣＰ
Ｕマツプと呼ぶ）及びＤＭＡマツピングレジスタ（以下
ＤＭＡマツプと呼ぶ）を持つ電子計算機システムでは、
このとき、パーティションを、物理的な主記憶上では不
連続順不同の配置を可能にし、他方、スワップファイル
上では、連続順不同に配置する事により、主記憶のスペ
ース効率を向上させるとともに、スワツピングの負荷を
減らすことができる。
ョンと呼ぶ）の合計が、物理的な主記憶容量を超えた場
合、ディスク装置に獲得した退避領域（以下スワップフ
ァイルと呼ぶ）との間で、スワツピングを行なう方法を
とることがある。ＣＰＵマツピングレジスタ（以下ＣＰ
Ｕマツプと呼ぶ）及びＤＭＡマツピングレジスタ（以下
ＤＭＡマツプと呼ぶ）を持つ電子計算機システムでは、
このとき、パーティションを、物理的な主記憶上では不
連続順不同の配置を可能にし、他方、スワップファイル
上では、連続順不同に配置する事により、主記憶のスペ
ース効率を向上させるとともに、スワツピングの負荷を
減らすことができる。
ここで、ＣＰＵマツプは、ＣＰＵの用いる論理アドレス
空間と物理メモリ空間とを、セグメント単位（たとえば
２ＫＢ）で対応づけるものであり、また、ＤＭＡマツプ
は、物理メモリと外部記憶との間で、ＤＭＡ転送を行な
う際に、外部記憶装置の接続されたチャネルの用いる論
理アドレス空間と物理メモリ空間とを、セグメント単位
で対応づけるものである。第１図は、その機能を具体例
によね概要的に示したものである。図中、１はＣＰＵ、
２は物理メモリ、３はスワップファイルをもつ外部メモ
リ、４はＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプである。
空間と物理メモリ空間とを、セグメント単位（たとえば
２ＫＢ）で対応づけるものであり、また、ＤＭＡマツプ
は、物理メモリと外部記憶との間で、ＤＭＡ転送を行な
う際に、外部記憶装置の接続されたチャネルの用いる論
理アドレス空間と物理メモリ空間とを、セグメント単位
で対応づけるものである。第１図は、その機能を具体例
によね概要的に示したものである。図中、１はＣＰＵ、
２は物理メモリ、３はスワップファイルをもつ外部メモ
リ、４はＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプである。
発明の目的および構成
本発明の目的は、上述したように、物理メモリ上のパー
ティションを、各タスクについて不連続領域を連結した
形で獲得することを可能にするとともに、効率的なスワ
ツピングを行なわせるための手段を提供することを目的
とするものである。
ティションを、各タスクについて不連続領域を連結した
形で獲得することを可能にするとともに、効率的なスワ
ツピングを行なわせるための手段を提供することを目的
とするものである。
本発明はそのための構成としてＣＰＵと、タスクのパー
ティションが置かれるメモリと、パーティションがセグ
メント単位で退避されるスワップファイルとＣＰＵマツ
ピングレジスタと、ＤＭＡマツピングレジスタとをそな
えたデータ処理装置において、タスク毎に、パーティシ
ョンの各セグメントが置かれているメモリおよびスワッ
プファイル上の位置情報と、該セグメントがメモリおよ
びスワップファイルのいずれに存在するか、双方に存在
するか、転送中か、更新中かの状態を示す管理情報とを
有するパーティション管理手段をそなえ、セグメントの
スワツピングが要求されたとき、該パーティション管理
手段中の情報にしたがってスワツピング対象セグメント
を選択［７、上記ＤＭＡマツピングレジスタを使用して
上記メモリとスワップファイルとの間でスワツピングを
実行することを特徴とするものである。
ティションが置かれるメモリと、パーティションがセグ
メント単位で退避されるスワップファイルとＣＰＵマツ
ピングレジスタと、ＤＭＡマツピングレジスタとをそな
えたデータ処理装置において、タスク毎に、パーティシ
ョンの各セグメントが置かれているメモリおよびスワッ
プファイル上の位置情報と、該セグメントがメモリおよ
びスワップファイルのいずれに存在するか、双方に存在
するか、転送中か、更新中かの状態を示す管理情報とを
有するパーティション管理手段をそなえ、セグメントの
スワツピングが要求されたとき、該パーティション管理
手段中の情報にしたがってスワツピング対象セグメント
を選択［７、上記ＤＭＡマツピングレジスタを使用して
上記メモリとスワップファイルとの間でスワツピングを
実行することを特徴とするものである。
発明の実施例
第２図は、本発明実施例システムの構成図である。図に
おいて、１はＣＰＵ、２は物理メモリ、３はスワップフ
ァイル、４はＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプ、６はメ
モリシステム、７はタスク制御部、８はタスク、９はパ
ーティション管理部、１０はスワップ制御部、１１はチ
ャネルを示す。
おいて、１はＣＰＵ、２は物理メモリ、３はスワップフ
ァイル、４はＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプ、６はメ
モリシステム、７はタスク制御部、８はタスク、９はパ
ーティション管理部、１０はスワップ制御部、１１はチ
ャネルを示す。
タスク制御部７はたとえばディスパッチャであり、使用
可能なタスク８の実行、を管理制御する。
可能なタスク８の実行、を管理制御する。
各タスク８の各々は、それぞれパーティション管理部９
をもち、自己のパーティションを構成する各セグメン）
ＰＡについて、物理メモリ２およびスワップファイル３
上でのその有無および内容の更新性あるいは転送中など
の状態と格納位置とを、テーブルで管理する。
をもち、自己のパーティションを構成する各セグメン）
ＰＡについて、物理メモリ２およびスワップファイル３
上でのその有無および内容の更新性あるいは転送中など
の状態と格納位置とを、テーブルで管理する。
スワップ制御部１０は、タスク８の実行に必要な物理メ
モリの領域獲得を管理する。そのため、ノ（−ティジョ
ン管理部９にある各タスクの）く−テイション情報を参
照して、物理メモリ２とスワップファイル３との間で、
適切なセグメントのスワップインあるいはスワップアウ
トを制御する０任意の１つのタスクのパーティションに
属するセグメント、たとえば８セグメントは、物理メモ
リ２上に不連続に配置されて龜よい。単一のノ（−ティ
ジョンとしての連結は、各タスク毎の）（−ティジョン
管理部９の管理テーブルにより管理される。
モリの領域獲得を管理する。そのため、ノ（−ティジョ
ン管理部９にある各タスクの）く−テイション情報を参
照して、物理メモリ２とスワップファイル３との間で、
適切なセグメントのスワップインあるいはスワップアウ
トを制御する０任意の１つのタスクのパーティションに
属するセグメント、たとえば８セグメントは、物理メモ
リ２上に不連続に配置されて龜よい。単一のノ（−ティ
ジョンとしての連結は、各タスク毎の）（−ティジョン
管理部９の管理テーブルにより管理される。
ＩＩｃパーティション管理部９は、後述する方法で、セ
グメントの状態をランク付けることにより、最適のスワ
ップ対象セグメントを選択することを可能にする。また
スワップファイル上の各）（−ティジョン毎の退避領域
において、セグメントをランク順に格納することができ
るため、スワップファイル内の連続領域に対する複数セ
グメントのスワップ処理を行う場合ＤＭＡマツプ５を使
用するＤＭＡ転送を効果的に利用できる。
グメントの状態をランク付けることにより、最適のスワ
ップ対象セグメントを選択することを可能にする。また
スワップファイル上の各）（−ティジョン毎の退避領域
において、セグメントをランク順に格納することができ
るため、スワップファイル内の連続領域に対する複数セ
グメントのスワップ処理を行う場合ＤＭＡマツプ５を使
用するＤＭＡ転送を効果的に利用できる。
第３図は、本実施例における）く−ティジョン管理部の
機能説明図である。図において、２は物理メモリ、４は
ＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプ、９はパーティション
管理部、１２乃至１４はノ（−ティジョン管理部を構成
する管理テーブルでおり、１２はｃＰＵマツプテーブル
、１３はスワップファイルマツプテーブル、１４は管理
区分テーブルを示す。
機能説明図である。図において、２は物理メモリ、４は
ＣＰＵマツプ、５はＤＭＡマツプ、９はパーティション
管理部、１２乃至１４はノ（−ティジョン管理部を構成
する管理テーブルでおり、１２はｃＰＵマツプテーブル
、１３はスワップファイルマツプテーブル、１４は管理
区分テーブルを示す。
ＣＰＵマツプテーブル１２は、各タスクＡ、Ｂ。
Ｃ毎に設けられ、それぞれのパーティションセグメント
Ｐ１、Ｐ２、・・・旦、・・・環の、物理メモリ２上で
の位置ＰＡ７を示す。
Ｐ１、Ｐ２、・・・旦、・・・環の、物理メモリ２上で
の位置ＰＡ７を示す。
スワップファイルマツプテーブル１３＃′ｉ、同様にタ
スクＡＳＢ、Ｃ毎に設けられる。テーブルＩ３は、それ
ぞれスワップファイル上での位置Ｆ ＡＩ、Ｆ ＡＩ。
スクＡＳＢ、Ｃ毎に設けられる。テーブルＩ３は、それ
ぞれスワップファイル上での位置Ｆ ＡＩ、Ｆ ＡＩ。
・・・、ＦＡ、について、そこに退避されているセグメ
ン）Ｐｚ、ζ、・・・Ｐ□について、テーブル１２でそ
れを参照するためのポインタを格納している。
ン）Ｐｚ、ζ、・・・Ｐ□について、テーブル１２でそ
れを参照するためのポインタを格納している。
管理区分ポインタ１４は、前述したパーティションセグ
メントの状態ランクを夏、ＩＩ、■、■の４段階に分け
てスワップを管理するもので、テーブル１３をランク毎
に区分するための境界を示すポインタでおる。なお、ポ
インタＮは、テーブル１３の未使用領域の先頭位置を指
示するポインタである。
メントの状態ランクを夏、ＩＩ、■、■の４段階に分け
てスワップを管理するもので、テーブル１３をランク毎
に区分するための境界を示すポインタでおる。なお、ポ
インタＮは、テーブル１３の未使用領域の先頭位置を指
示するポインタである。
次に、本発明のパーティション管理の基礎となるパーテ
ィション・セグメントの状態遷移について説明する。
ィション・セグメントの状態遷移について説明する。
第４図は、ＣＰＵにより処理される１つのタスク（タス
クＡとする）のパーティションの状態を示す。図におい
て、１５は論理アドレスＬＡをもっスＰＡをもつ物理メ
モリ、３はファイルアドレスＦＡをもつスワップファイ
ルを示す。
クＡとする）のパーティションの状態を示す。図におい
て、１５は論理アドレスＬＡをもっスＰＡをもつ物理メ
モリ、３はファイルアドレスＦＡをもつスワップファイ
ルを示す。
タスクＡが必要とするパーティションは、論理アドレス
ＬＡ＝１．２、・・・８をもつ８個のセグメントＰｉｓ
Ｐｌ、・・・Ｐｓで構成される。図示の状態は、タス
クＡのセグメントｐ、、 Ｐｌ、Ｐ４、Ｐ−１Ｐ７、Ｐ
ｌが物理メモリ２上に存在しており、同時に、セグメ７
） ＰＩ、 Ｐｓ、Ｐｌ１、Ｐｇが、スワップファイ
ル上にスワップされていることを示す。なお、図中の斜
線部分は、未使用領域を表わしている。
ＬＡ＝１．２、・・・８をもつ８個のセグメントＰｉｓ
Ｐｌ、・・・Ｐｓで構成される。図示の状態は、タス
クＡのセグメントｐ、、 Ｐｌ、Ｐ４、Ｐ−１Ｐ７、Ｐ
ｌが物理メモリ２上に存在しており、同時に、セグメ７
） ＰＩ、 Ｐｓ、Ｐｌ１、Ｐｇが、スワップファイ
ル上にスワップされていることを示す。なお、図中の斜
線部分は、未使用領域を表わしている。
パーティションの各々のセグメント之の状態は、物理メ
モリ２あるいはスワップファイル３における存在の有無
、およびセグメントの動的状態にしたがって、第５図に
示す６通りに分類される。
モリ２あるいはスワップファイル３における存在の有無
、およびセグメントの動的状態にしたがって、第５図に
示す６通りに分類される。
状粋番号１は、セグメント＆が、物理メモリ２の物理的
アドレスＰＡ／に存在する場合を示し、状態番号２は、
セグメントＰ、が、Ｐ〜に存在しかつスワップファイル
３のファイルアドレスＦＡ４に転送、すなわちスワップ
アウトされている場合を示す。状態番号３は、旦がＰ〜
とＦＡ４の両方に存在していることを示す。状態番号４
は、ＰｌがＰ〜とＦＡ４とに存在しているが、Ｐ〜はよ
り高い優先度をもつ他のタスクのセグメントにより壊さ
れつつある場合゛を示す。状態番号５は、ＰｌがＦＡ４
にのみ存在している場合を示す。状態番号６は、城がＦ
入に存在し、かつＰ〜に転送、すなわちスワップインさ
“九つつちる場合を示す。
アドレスＰＡ／に存在する場合を示し、状態番号２は、
セグメントＰ、が、Ｐ〜に存在しかつスワップファイル
３のファイルアドレスＦＡ４に転送、すなわちスワップ
アウトされている場合を示す。状態番号３は、旦がＰ〜
とＦＡ４の両方に存在していることを示す。状態番号４
は、ＰｌがＰ〜とＦＡ４とに存在しているが、Ｐ〜はよ
り高い優先度をもつ他のタスクのセグメントにより壊さ
れつつある場合゛を示す。状態番号５は、ＰｌがＦＡ４
にのみ存在している場合を示す。状態番号６は、城がＦ
入に存在し、かつＰ〜に転送、すなわちスワップインさ
“九つつちる場合を示す。
上述した６通りのセグメント状態は、相互に一定の論理
的関係をもってお沙、処理状態の変化があった場合の遷
移先は、一義的に定まる。
的関係をもってお沙、処理状態の変化があった場合の遷
移先は、一義的に定まる。
第６図は、このようなセグメントＰ□の状態遷移関係を
示す。たとえば、現在烏が、Ｐ〜とＦＡ４の両方に存在
している状態番号３の状態にあゑとき、自タスク人が実
行され、その結果賃の内容が更新され九場合には、Ｆ入
のセグメントは旧データと化して、使用が禁止されるか
ら、状態番号１に遷移することになる。
示す。たとえば、現在烏が、Ｐ〜とＦＡ４の両方に存在
している状態番号３の状態にあゑとき、自タスク人が実
行され、その結果賃の内容が更新され九場合には、Ｆ入
のセグメントは旧データと化して、使用が禁止されるか
ら、状態番号１に遷移することになる。
次の例として、烏が状態番号１で示す状態にあり、Ｐ〜
にのみ存在している場合、他の優先度の高いタスクによ
るメモリ使用要求のた、め１．Ｐ〜がスワップアウト対
象となったとき、状態番号２に遷移する。
にのみ存在している場合、他の優先度の高いタスクによ
るメモリ使用要求のた、め１．Ｐ〜がスワップアウト対
象となったとき、状態番号２に遷移する。
本発明は、このような状態遷移関係を、第５図の管理区
分欄に示す、Ｉ、 ＩＩ、■、■の４つの状態番号区分
を用いて管理し、最適スワツピング制御を行なう。管理
区分■はスワップファイルにのみ正しいセグメントＰ□
が存在する状態番号４．５．６の場合をまとめたもので
ある。
分欄に示す、Ｉ、 ＩＩ、■、■の４つの状態番号区分
を用いて管理し、最適スワツピング制御を行なう。管理
区分■はスワップファイルにのみ正しいセグメントＰ□
が存在する状態番号４．５．６の場合をまとめたもので
ある。
第７図は、第３図で述べた本発明の実施例において使用
されるパーティション管理テーブルの動作例を示す。パ
ーティション管理テーブルは、ＣＰＵマツプテーブル、
スワップファイルマツプテーブル、管理区分ポインタで
構成される。図においで、１２はＣＰＵマツプテーブル
であり、ＣＰＵマツプに設定する内容である物理アドレ
スＰＡが格納される。１３はスワップファイルマツプテ
ーブルであり、ＣＰＵマツプテーブル１２のアドレスが
格納されている。このテーブル１３内は、前述した管理
区分毎の領域が、上位アドレスから区分■、■、■、■
の順に配列されている。これらの区分は、各区分の先頭
及び区分■の最終位置の次の位置すなわち未使用領域の
先頭を示す管理区分ポインタ１４により区別される。
されるパーティション管理テーブルの動作例を示す。パ
ーティション管理テーブルは、ＣＰＵマツプテーブル、
スワップファイルマツプテーブル、管理区分ポインタで
構成される。図においで、１２はＣＰＵマツプテーブル
であり、ＣＰＵマツプに設定する内容である物理アドレ
スＰＡが格納される。１３はスワップファイルマツプテ
ーブルであり、ＣＰＵマツプテーブル１２のアドレスが
格納されている。このテーブル１３内は、前述した管理
区分毎の領域が、上位アドレスから区分■、■、■、■
の順に配列されている。これらの区分は、各区分の先頭
及び区分■の最終位置の次の位置すなわち未使用領域の
先頭を示す管理区分ポインタ１４により区別される。
ＣＰＵマツプテーブル１２は、パーティション・セグメ
ントＰ１乃至Ｐ８が格納されている物理メモリのアドレ
スを示すものである。したがって、図のセグメン） Ｐ
ｓおよびＰ６の位置が無効表示であることは、物理メモ
リ２に、セグメントＰ３とＰ６とが存在１７ていないこ
と、あるいは破壊されているか転送中であるため使用不
能であることを意味する。
ントＰ１乃至Ｐ８が格納されている物理メモリのアドレ
スを示すものである。したがって、図のセグメン） Ｐ
ｓおよびＰ６の位置が無効表示であることは、物理メモ
リ２に、セグメントＰ３とＰ６とが存在１７ていないこ
と、あるいは破壊されているか転送中であるため使用不
能であることを意味する。
この状態は、スワップファイルマツプテーブル１３中に
あるテーブル１２を厩照するポインタが、区分■に属す
るものであることにより識別される。
あるテーブル１２を厩照するポインタが、区分■に属す
るものであることにより識別される。
以下に、メモリ管理テーブルを使用した実施９Ｊ方式に
ついて駅間する。
ついて駅間する。
タスクＡは壓４図に示す様なパーティションの状態にあ
って、実行要求待ち、すなわちＣＰＵによる処理サービ
スを待っているものとする。このときのタスクＡのメモ
リ管理テーブルを第８図に示す０ タスクＡを実行させるには、物理メモリ２上に抜けてい
るセグメントＰ２、Ｐ、を、ＦＡ＝１．２がらスワップ
インして、タスクＡのパーティションを完成する必要が
ある。このため、２セグメント分の物理メモリを、空メ
モリ、或いは他タスクのＰＡが壊されても支障のない区
分■に分類される物理メモリから獲得する。このとき、
そのような物理メモリが無かった場合には、他タスクを
スワップアウトすることになる。しかし、ここではその
ような物理メモリが見出されたものとする。この場合、
ＰＡ＝１．６が獲得されたものとするとＦＡ＝１．２は
、ここにスワップインされることになる。このとき、Ｄ
ＭＡマツプを使用することにより、第９図に示すように
、１回のＩＯ動作でこれを行うことができる。スワップ
インの開始によって、Ｐｓ、ｐｇは状態５から６へと移
り、スワップインが終了すると６から３へと移る。この
ときのメモリ管理テーブルを第１０図に示す。タスクＡ
Ｋ実行権が渡ると、物理メモリ上のセグメントの内容は
更新されるので、スワップファイル中の対応セグメント
は旧データ化し、全てのセグメントは区分Ｉになる。
って、実行要求待ち、すなわちＣＰＵによる処理サービ
スを待っているものとする。このときのタスクＡのメモ
リ管理テーブルを第８図に示す０ タスクＡを実行させるには、物理メモリ２上に抜けてい
るセグメントＰ２、Ｐ、を、ＦＡ＝１．２がらスワップ
インして、タスクＡのパーティションを完成する必要が
ある。このため、２セグメント分の物理メモリを、空メ
モリ、或いは他タスクのＰＡが壊されても支障のない区
分■に分類される物理メモリから獲得する。このとき、
そのような物理メモリが無かった場合には、他タスクを
スワップアウトすることになる。しかし、ここではその
ような物理メモリが見出されたものとする。この場合、
ＰＡ＝１．６が獲得されたものとするとＦＡ＝１．２は
、ここにスワップインされることになる。このとき、Ｄ
ＭＡマツプを使用することにより、第９図に示すように
、１回のＩＯ動作でこれを行うことができる。スワップ
インの開始によって、Ｐｓ、ｐｇは状態５から６へと移
り、スワップインが終了すると６から３へと移る。この
ときのメモリ管理テーブルを第１０図に示す。タスクＡ
Ｋ実行権が渡ると、物理メモリ上のセグメントの内容は
更新されるので、スワップファイル中の対応セグメント
は旧データ化し、全てのセグメントは区分Ｉになる。
次に、スワップアウトされる場合を考える。タスクＡは
第４図の様なパーティションの状態で事象待ちであった
ものとする。メモリ管理テーブルは、第８図に示したも
のと同じである。このとき、別のタスクＢを動かすため
に、必要なメモリをタスクＡから獲得することになった
とする。必要なセグメント数が２枚以下であれば、区分
■のＰｓ、Ｐｓを（１枚ならばスワップファイルマツプ
テーブル上で上位アドレスＶＣあるＰｓを）直ちに使用
する０３枚以上であれば区分Ｉのセグメントをスワップ
アウトすることになる。例えば４枚必要とすると、第８
図のスワップファイルマツプテーブルの区分Ｉを上位ア
ドレスから調べ、スワップアウトできるセグメントを２
枚選ぶ。Ｐ４とＰ−をスワップアウトすることになった
場合、この２枚は、状態１から２へ移る。このときのメ
モリ管理テーブルを第１１図に示す。このときのスワッ
プアウトされるスワップファイルのアドレスは、第４図
のＦＡ＝５．６となる。これは、第１１図のスワップフ
ァイルマツプテーブルの区分■の位置が、スワップファ
イルのアドレスＦＡに対応していることから容易に求め
ることができる。第９図はＤＭＡマツプを用い九Ｐ４、
ＰＭのスワップアウト様子を示す。
第４図の様なパーティションの状態で事象待ちであった
ものとする。メモリ管理テーブルは、第８図に示したも
のと同じである。このとき、別のタスクＢを動かすため
に、必要なメモリをタスクＡから獲得することになった
とする。必要なセグメント数が２枚以下であれば、区分
■のＰｓ、Ｐｓを（１枚ならばスワップファイルマツプ
テーブル上で上位アドレスＶＣあるＰｓを）直ちに使用
する０３枚以上であれば区分Ｉのセグメントをスワップ
アウトすることになる。例えば４枚必要とすると、第８
図のスワップファイルマツプテーブルの区分Ｉを上位ア
ドレスから調べ、スワップアウトできるセグメントを２
枚選ぶ。Ｐ４とＰ−をスワップアウトすることになった
場合、この２枚は、状態１から２へ移る。このときのメ
モリ管理テーブルを第１１図に示す。このときのスワッ
プアウトされるスワップファイルのアドレスは、第４図
のＦＡ＝５．６となる。これは、第１１図のスワップフ
ァイルマツプテーブルの区分■の位置が、スワップファ
イルのアドレスＦＡに対応していることから容易に求め
ることができる。第９図はＤＭＡマツプを用い九Ｐ４、
ＰＭのスワップアウト様子を示す。
スワップアウトが終了すると、Ｐ４、ｐＨの状態は、２
から３へ移る。このときのメモリ管理テーブルを第１３
図に示す。これで、タスクＢのためのメモリが４枚獲得
できたことになり、タスク人の区分■のメモリ （ＰＡ
＝ＩＩ、３．４．１０）に、スワップインを開始する。
から３へ移る。このときのメモリ管理テーブルを第１３
図に示す。これで、タスクＢのためのメモリが４枚獲得
できたことになり、タスク人の区分■のメモリ （ＰＡ
＝ＩＩ、３．４．１０）に、スワップインを開始する。
このときのタスク人のメモリ管理テーブルは、第１４図
のようになる。
のようになる。
以上述べたメモリ管理テーブルは、各タスク毎に必要と
なるが、パーティションの１つのセグメントに置き、ス
ワツピングの対象とすることができる。
なるが、パーティションの１つのセグメントに置き、ス
ワツピングの対象とすることができる。
ｉｔｍｃと１！
本発明方式では、各タスク毎に有するＣＰＵマツブテー
ブルにより、パーティションセグメントを物理メモリ上
で連続させずに配置することが可能である為に、スワッ
プインのとき、従来のように連続した物理メモリ領域は
必要としない。またセグメント毎の状態を、４つのラン
クの区分で識別し、管理を行うことにより、たとえば、
他タスクに自タスクの使用メモリ領域を譲る場合などで
、すでにスワップファイルに同じセグメントが退避され
ているのに、再びスワップアウトするような無用なスワ
ップイン、スワップアウト動作を省略することができる
。更に、パーティションの自動増加や縮小なども、メモ
リのコピーなどを行なわずに容易に実現することができ
る。
ブルにより、パーティションセグメントを物理メモリ上
で連続させずに配置することが可能である為に、スワッ
プインのとき、従来のように連続した物理メモリ領域は
必要としない。またセグメント毎の状態を、４つのラン
クの区分で識別し、管理を行うことにより、たとえば、
他タスクに自タスクの使用メモリ領域を譲る場合などで
、すでにスワップファイルに同じセグメントが退避され
ているのに、再びスワップアウトするような無用なスワ
ップイン、スワップアウト動作を省略することができる
。更に、パーティションの自動増加や縮小なども、メモ
リのコピーなどを行なわずに容易に実現することができ
る。
第１図は従来のメモリ管理システムの説明図、第２図は
本発明実施例方式の説明図、第３図はそのパーティショ
ン管理部の説明図、第４図は１つのパーティションのセ
グメント状態の例を示す説明図、第５図はセグメントの
とりうる状態を示す説明図、第６図はセグメント状態の
遷移図、第７図乃至第１４図は実施例動作の説明図であ
る。 図中ぐ２は物理メモリ、４はＣＰＵ’マツプ、９はパー
ティション管理部、１２はＣＰＵマツプテーブル、１３
はスワップファイルマツプテーブル、１４は管理区分ポ
インタを示す。 特許出願人パナファコム株式会社 代理人弁理士長 谷 川 文 廣 、（外１名） 才１ｍ −１ｚ層 Ｐ４ｍ ｊ −マ オ７刀 ＞８膓 す９図 才１１肥
本発明実施例方式の説明図、第３図はそのパーティショ
ン管理部の説明図、第４図は１つのパーティションのセ
グメント状態の例を示す説明図、第５図はセグメントの
とりうる状態を示す説明図、第６図はセグメント状態の
遷移図、第７図乃至第１４図は実施例動作の説明図であ
る。 図中ぐ２は物理メモリ、４はＣＰＵ’マツプ、９はパー
ティション管理部、１２はＣＰＵマツプテーブル、１３
はスワップファイルマツプテーブル、１４は管理区分ポ
インタを示す。 特許出願人パナファコム株式会社 代理人弁理士長 谷 川 文 廣 、（外１名） 才１ｍ −１ｚ層 Ｐ４ｍ ｊ −マ オ７刀 ＞８膓 す９図 才１１肥
Claims (1)
- ＣＰＵと、タスクのパーティションが置かれるメモリと
、パーティションがセグメント単位で退避されるスワッ
プファイルと、ＣＰ Ｕマツピングレジスタと、ＤＭＡ
マツピングレジスタとをそなえたデータ処理装置におい
て、タスク毎に、パーティションの各セグメントが置か
れているメモリおよびスワップファイル上の位置情報と
、該セグメントがメモリおよびスワップファイルのいず
れに存在するか、双方に存在するか、転送中が、更新中
かの状態を示す管理情報とを有するパーティション管理
手段をそなえ、セグメントのスワツピングが要求された
とき、骸パーティション管理手段中の情報にしたがって
スワツピング対象セグメントを選択し、上記ＤＭＡマツ
ピングレジスタを使用して上記メモリとスワップファイ
ルとの間でスワツピングを実行することを特徴とするメ
モリ管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57050433A JPS58175188A (ja) | 1982-03-29 | 1982-03-29 | メモリ管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57050433A JPS58175188A (ja) | 1982-03-29 | 1982-03-29 | メモリ管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58175188A true JPS58175188A (ja) | 1983-10-14 |
| JPS612982B2 JPS612982B2 (ja) | 1986-01-29 |
Family
ID=12858729
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57050433A Granted JPS58175188A (ja) | 1982-03-29 | 1982-03-29 | メモリ管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58175188A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8593654B2 (en) | 2007-10-03 | 2013-11-26 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Setting a partition size for a print job |
| US10711914B2 (en) | 2016-03-24 | 2020-07-14 | Knorr-Bremse Systeme Fuer Nutzfahrzeuge Gmbh | Tilting armature valve and method of producing the same |
-
1982
- 1982-03-29 JP JP57050433A patent/JPS58175188A/ja active Granted
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8593654B2 (en) | 2007-10-03 | 2013-11-26 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Setting a partition size for a print job |
| US10711914B2 (en) | 2016-03-24 | 2020-07-14 | Knorr-Bremse Systeme Fuer Nutzfahrzeuge Gmbh | Tilting armature valve and method of producing the same |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS612982B2 (ja) | 1986-01-29 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6681239B1 (en) | Computer system having shared address space among multiple virtual address spaces | |
| EP0474395A2 (en) | Data storage hierarchy with shared storage level | |
| EP0476841A2 (en) | Storage management across file systems | |
| JP2002268933A (ja) | クラスタシステム | |
| JPH07175698A (ja) | ファイルシステム | |
| JPS58175188A (ja) | メモリ管理方式 | |
| US6804754B1 (en) | Space management in compressed main memory | |
| US5404549A (en) | Method for efficient access of data stored in a nexus table using queue tag indexes in a table portion | |
| JP3520527B2 (ja) | データ管理方法 | |
| JPS62287359A (ja) | 疎結合マルチプロセツサシステムにおけるフアイル同時アクセス制御方式 | |
| JPH02156348A (ja) | 複数のハッシュ表のあふれ領域管理方法 | |
| US5659744A (en) | Data file store system with means for efficiently managing freeing of data blocks | |
| JPS6327936A (ja) | フアイル管理方法 | |
| JP3030030B2 (ja) | 領域管理処理方式 | |
| JP2615046B2 (ja) | レコード追加処理方法 | |
| JPS62160545A (ja) | 直接アクセス記憶装置の未使用領域管理方式 | |
| JPH04350738A (ja) | ディスクスペース管理方式 | |
| JPH11110265A (ja) | 情報処理装置 | |
| JP2613931B2 (ja) | バッファ制御方式 | |
| JPH07114522A (ja) | マルチプロセッサシステム | |
| JPH08153036A (ja) | メモリ管理装置 | |
| Shuler Jr | Real-time garbage collection for list processing | |
| JPH0432419B2 (ja) | ||
| JPH03282645A (ja) | ローカルエリアネットワークシステム | |
| JPS63280356A (ja) | 仮想ディスク装置のバッファ管理方式 |