JPS6027946A - プログラム翻訳処理システムにおける中間フアイル管理方式 - Google Patents
プログラム翻訳処理システムにおける中間フアイル管理方式Info
- Publication number
- JPS6027946A JPS6027946A JP58136142A JP13614283A JPS6027946A JP S6027946 A JPS6027946 A JP S6027946A JP 58136142 A JP58136142 A JP 58136142A JP 13614283 A JP13614283 A JP 13614283A JP S6027946 A JPS6027946 A JP S6027946A
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- partitions
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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】
〔発明の技術分野〕
本発明は、コンパイラ等によるプログラム翻訳処理にお
いて作成される中間ファイルの管理方式に関し、特に各
中間ファイルの管理を一元化し。
いて作成される中間ファイルの管理方式に関し、特に各
中間ファイルの管理を一元化し。
それによシ作業ファイルの管理を簡単化した方式〔技術
の背景〕 コンパイラは、コンパイル処理時に、中間テキスト、名
前辞書、変数辞書その他各種のテープル類を作成し、参
照使用する。これらの中間ファイルはその取扱い対象デ
ータの性質に応じて、固定長のものや可変長のもの、あ
るいはそのデータ長も長短さまざまのものがあシ、また
ファイル構成も順編成のもの、ランダム編成のものなど
まちまちとなっている。
の背景〕 コンパイラは、コンパイル処理時に、中間テキスト、名
前辞書、変数辞書その他各種のテープル類を作成し、参
照使用する。これらの中間ファイルはその取扱い対象デ
ータの性質に応じて、固定長のものや可変長のもの、あ
るいはそのデータ長も長短さまざまのものがあシ、また
ファイル構成も順編成のもの、ランダム編成のものなど
まちまちとなっている。
そのため、従来これらの中間ファイル管理は。
そのファイルを生成あるいは使用する個々の処理部分に
委ねられていた。
委ねられていた。
第１図はその概念図であ９２図中、 １はコンパイラ、
２はファイル管理システム、３は物理ファイル、たとえ
ばＤＡＳＤである。図は、中間ファイルが、コンパイラ
のモジュール（機能単位）ごとに、別々にファイル管理
されて、物理ファイル上に直接生成されていることを示
している。
２はファイル管理システム、３は物理ファイル、たとえ
ばＤＡＳＤである。図は、中間ファイルが、コンパイラ
のモジュール（機能単位）ごとに、別々にファイル管理
されて、物理ファイル上に直接生成されていることを示
している。
中間ファイルは、その性質上、コンパイル処理の作業用
として使用されるものであるため２個々の中間ファイル
ごとに定まる関連処理が全て終了した段階で不要となる
。
として使用されるものであるため２個々の中間ファイル
ごとに定まる関連処理が全て終了した段階で不要となる
。
ところで物理ファイル上では、記憶領域の効率的使用の
ため、新しい作業領域の要求に対して上記の不要となっ
た中間ファイルの領域を空きスペースとして割シ当てる
必要がある。しかし、上記したように各中間ファイルの
管理が２個々のモジュールに分散しているため、各ファ
イルの活／非情状態の識別が難しく、統一的なファイル
時間管理、すなわちスケジュールリングを行なうことが
困難であシ、また設計時あるいは設計変更時の中間ファ
イル設計、モジュール間のインタフェースなどに融通性
がないという欠点があった。
ため、新しい作業領域の要求に対して上記の不要となっ
た中間ファイルの領域を空きスペースとして割シ当てる
必要がある。しかし、上記したように各中間ファイルの
管理が２個々のモジュールに分散しているため、各ファ
イルの活／非情状態の識別が難しく、統一的なファイル
時間管理、すなわちスケジュールリングを行なうことが
困難であシ、また設計時あるいは設計変更時の中間ファ
イル設計、モジュール間のインタフェースなどに融通性
がないという欠点があった。
本発明の目的は、コン、２イル処理等の際に生成される
中間ファイルの管理を一元化することにあシ、そのため
コンパイラが使用する各中間ファイルに一定の大きさの
論理区画を単位とした記憶領域を仮想的に割当て、この
論理区画を用いて全中間ファイルを管理することによシ
、コンパイラと物理ファイルとの間の結合を意識するこ
となく一元的な管理を可能にする。
中間ファイルの管理を一元化することにあシ、そのため
コンパイラが使用する各中間ファイルに一定の大きさの
論理区画を単位とした記憶領域を仮想的に割当て、この
論理区画を用いて全中間ファイルを管理することによシ
、コンパイラと物理ファイルとの間の結合を意識するこ
となく一元的な管理を可能にする。
本発明の構成は、それによりプログラム翻訳処理システ
ムにおいて、主メモリと、直接アクセス記憶装置と、プ
ログラム翻訳処理の際に中間ファイル生成のための記憶
領域側ｇ当て要求があったとき、主メモリを複数の区画
に分割し９区画単位に割シ当てを行ないかつ管理する中
間ファイル管理手段をそなえ、該中間ファイル管理手段
は物理区画と仮想的な論理区画とを用いて記憶領域を管
理し、上記割当ては論理区画を用いて行ない、そのため
１割シ当てた物理区画と論理区画との対応を与える第１
のテーブルを有し、さらに、単一の物理区画上に重複し
て論理区画を設定する場合に該物理区画内の中間ファイ
ルデータを直接アクセス記憶装置に退避させ必要時に復
元可能にし、そのため論理区画と直接アクセス装置の格
納位置との対応を与える第２のテーブルを有し、第１の
テーブルは物理区画ごとに、その使用状態が活、１１−
活および未使用のいずれの状態であるかを表示する使用
状態表示フラグ情報を含み、中間ファイル管理手段は、
該使用状態表示フラグ情報を参照しかつ更新制御して物
理区画の割当て管理を行なうことを特徴とするものであ
る。
ムにおいて、主メモリと、直接アクセス記憶装置と、プ
ログラム翻訳処理の際に中間ファイル生成のための記憶
領域側ｇ当て要求があったとき、主メモリを複数の区画
に分割し９区画単位に割シ当てを行ないかつ管理する中
間ファイル管理手段をそなえ、該中間ファイル管理手段
は物理区画と仮想的な論理区画とを用いて記憶領域を管
理し、上記割当ては論理区画を用いて行ない、そのため
１割シ当てた物理区画と論理区画との対応を与える第１
のテーブルを有し、さらに、単一の物理区画上に重複し
て論理区画を設定する場合に該物理区画内の中間ファイ
ルデータを直接アクセス記憶装置に退避させ必要時に復
元可能にし、そのため論理区画と直接アクセス装置の格
納位置との対応を与える第２のテーブルを有し、第１の
テーブルは物理区画ごとに、その使用状態が活、１１−
活および未使用のいずれの状態であるかを表示する使用
状態表示フラグ情報を含み、中間ファイル管理手段は、
該使用状態表示フラグ情報を参照しかつ更新制御して物
理区画の割当て管理を行なうことを特徴とするものであ
る。
以下に１本発明の詳細を実施例にしたがって説明する。
第２図は９本発明刃式の１実施例構成を示す図であシ、
１はコンパイラ、４は中間ファイル管理部、５は主メモ
リ、６は磁気ディスク装置等の直接アクセス記憶装置Ｄ
ＡＳＤ、７−１乃至’ｒ−ｔは仮想的な論理ファイル、
８は管理テーブルを表わすＯ コンパイラ１は、与えられた主メモリ５上の作業領域に
必要なだけの論理区画をＮ個とる。主メモリ５上の区画
すなわち物理区画は、その使用状態によシ、活／非情／
未使用の３つの状態の１つをとる。この内、１非活１ま
たは１未使用１の区画の領域が新しい論理的区画の割当
てのために使われる。′非情１は、主メモリ上に存在す
る中間ファイルであって、現在使用されていない状態の
ものを示す。
１はコンパイラ、４は中間ファイル管理部、５は主メモ
リ、６は磁気ディスク装置等の直接アクセス記憶装置Ｄ
ＡＳＤ、７−１乃至’ｒ−ｔは仮想的な論理ファイル、
８は管理テーブルを表わすＯ コンパイラ１は、与えられた主メモリ５上の作業領域に
必要なだけの論理区画をＮ個とる。主メモリ５上の区画
すなわち物理区画は、その使用状態によシ、活／非情／
未使用の３つの状態の１つをとる。この内、１非活１ま
たは１未使用１の区画の領域が新しい論理的区画の割当
てのために使われる。′非情１は、主メモリ上に存在す
る中間ファイルであって、現在使用されていない状態の
ものを示す。
それぞれの中間ファイルは、均一の大きさの論理的な２
区画を複数個連結したものとして管理される。この論理
区画は、最初側）当てられるときは主メモリ５上に配置
されるが、処理上不要になれば、非活化したシ廃棄した
シすることが可能である。
区画を複数個連結したものとして管理される。この論理
区画は、最初側）当てられるときは主メモリ５上に配置
されるが、処理上不要になれば、非活化したシ廃棄した
シすることが可能である。
主メモリ５上にある１非活“状態の区画の領域を、他の
論理的区画のための領域として使用する場合には、内容
を磁気ディスク装置６に書き出し。
論理的区画のための領域として使用する場合には、内容
を磁気ディスク装置６に書き出し。
すなわち退避させる。書き出された区画の内容は。
必要になれば再び主メモリ５上に読み込まれる。
これを可能とするために、論理区画の番号と磁気ディス
ク装置６上のアドレスとの対応を管理テーブル ８ に
作成する。
ク装置６上のアドレスとの対応を管理テーブル ８ に
作成する。
論理区画の１つは、管理テーブル８の領域として割シ当
て、常に“活１状態とする。また、管理テーブル８が区
画よシ大きくなれば別の主メモリ５上の区画を割シ当て
る。
て、常に“活１状態とする。また、管理テーブル８が区
画よシ大きくなれば別の主メモリ５上の区画を割シ当て
る。
コンパイラ１が使用する中間ファイルの割付けは、論理
区画の確保によシ行なう。すなわち、中間ファイルは、
最初、′先頭１モードで論理区画を確保し、以降は１追
加１モードで確保する。このようにして、１つの中間フ
ァイルが一連の論理区画の集まシとして割ｂａてられる
。ここで、先頭の論理的区画の番号がその中間ファイル
の識別子となる。またすでに存在する中間ファイルを参
照する場合には、その先頭の論理区画よシ順次参照する
か（順アクセス）、論理区画の番号よシ直接参照するか
（ランダムアクセス）のいずれも可能にされる。
区画の確保によシ行なう。すなわち、中間ファイルは、
最初、′先頭１モードで論理区画を確保し、以降は１追
加１モードで確保する。このようにして、１つの中間フ
ァイルが一連の論理区画の集まシとして割ｂａてられる
。ここで、先頭の論理的区画の番号がその中間ファイル
の識別子となる。またすでに存在する中間ファイルを参
照する場合には、その先頭の論理区画よシ順次参照する
か（順アクセス）、論理区画の番号よシ直接参照するか
（ランダムアクセス）のいずれも可能にされる。
次に本発明実施例の要部である中間ファイル管理部４に
ついて詳述する。
ついて詳述する。
第３図は、中間ファイル管理部４の機能説明図である。
図中、１はコンパイラ、４は中間ファイル管理部、５は
主メモリ、６は磁気ディスク装置ＤＡＳＤ。
主メモリ、６は磁気ディスク装置ＤＡＳＤ。
８は管理テーブル、８αは主メモリ区画−論理区画対応
テーブル、Ｂｂは論理区画−ＤＡＳＤアドレス対応テー
ブル、９は論理アドレス、１０は主メモリアドレスを表
わす。
テーブル、Ｂｂは論理区画−ＤＡＳＤアドレス対応テー
ブル、９は論理アドレス、１０は主メモリアドレスを表
わす。
主メモリ５の記憶領域は、一定の大きさのル個の区画Ｐ
ＡＯ乃至ＰＡｒＬ−ｘに分割される。このＰＡｏ乃至Ｐ
ＡｒＬ−ｘは、以後主メモリ区画アドレスと呼ばれる。
ＡＯ乃至ＰＡｒＬ−ｘに分割される。このＰＡｏ乃至Ｐ
ＡｒＬ−ｘは、以後主メモリ区画アドレスと呼ばれる。
他方、コンパイラｌが獲得した論理区画における論理ア
ドレス９は、論理区画アドレスＬＡと区画内アドレスＳ
Ａとで構成されている。
ドレス９は、論理区画アドレスＬＡと区画内アドレスＳ
Ａとで構成されている。
論理区画アドレスＬＡはＬＡｏ乃至ＬＡＮ−１からなシ
、その個数Ｎは通常、主メモリ区画の数ルよシも十分大
きな数である。また区画内アドレスＳＡは各区画に共通
であシ、主メモリアドレス１０の下位桁へ直接与えられ
る。
、その個数Ｎは通常、主メモリ区画の数ルよシも十分大
きな数である。また区画内アドレスＳＡは各区画に共通
であシ、主メモリアドレス１０の下位桁へ直接与えられ
る。
主メモリ５の区画アドレスＰＡは、主メモリ区画−論理
区画対応テーブルθαを論理区画アドレスＬＡで索引す
ることにより得られる。このテーブル８αは、論理区画
アドレスＬＡ、使用状態フラグＵ、主メモリ区画アドレ
スＰＡの対応を与える。
区画対応テーブルθαを論理区画アドレスＬＡで索引す
ることにより得られる。このテーブル８αは、論理区画
アドレスＬＡ、使用状態フラグＵ、主メモリ区画アドレ
スＰＡの対応を与える。
使用状態７ラグＵは、主メモリ区画アトレアＪＡｅとに
その使用状態をたとえば２ピツ）（００，０１゜１１）
で表わす。すなわち、中間ファイルが格納されているＰ
Ａについては、使用中のものに１活１表示を、使用終了
したものに１非活１表示をセリトン、またコンパイラか
らの区画割当て要求があった場合の資源となる空き区画
に対しては、′未使用“表示をセットする。
その使用状態をたとえば２ピツ）（００，０１゜１１）
で表わす。すなわち、中間ファイルが格納されているＰ
Ａについては、使用中のものに１活１表示を、使用終了
したものに１非活１表示をセリトン、またコンパイラか
らの区画割当て要求があった場合の資源となる空き区画
に対しては、′未使用“表示をセットする。
論理区画−ＤＡＳＤアドレス対応テーブル８ｂは。
主メモリ区画アドレスＰＡ、廃棄予告フラグＤ、ＤＡＳ
ＤアドレスＭＡとの対応を与える。なおテーブル８ｈ中
の廃棄予告フラグＤについては後述する。
ＤアドレスＭＡとの対応を与える。なおテーブル８ｈ中
の廃棄予告フラグＤについては後述する。
前述したように、″非情１衷示の主メモリ区画は、他の
新しい中間ファイルを格納するために使用可能である。
新しい中間ファイルを格納するために使用可能である。
その場合、非情状態の主メモリ区画にある中間ファイル
をＤＡＳＤ６へ退避させ、その退避先アドレスを、テー
ブル８ｂにＤＡＳＤアドレスＭＡとして登録する。これ
によシ２．退避先のアドレスＭＡが、論理区画アドレス
ＬＡと対応づけされ、復元可能にされる。これらの処理
によシ、新しい中間ファイルを当該主メモリ区画へ格納
することができる。またその際、使用状態フラグＵは１
活１表示にセットされる。
をＤＡＳＤ６へ退避させ、その退避先アドレスを、テー
ブル８ｂにＤＡＳＤアドレスＭＡとして登録する。これ
によシ２．退避先のアドレスＭＡが、論理区画アドレス
ＬＡと対応づけされ、復元可能にされる。これらの処理
によシ、新しい中間ファイルを当該主メモリ区画へ格納
することができる。またその際、使用状態フラグＵは１
活１表示にセットされる。
”未使用１表示の主メモリ区画を新しい中間フアイルに
割当てた場合には、上記の退避処理は不要であり、直ち
に１活１表示に変更される。
割当てた場合には、上記の退避処理は不要であり、直ち
に１活１表示に変更される。
論理区画−ＤＡＳＤアドレス対応テーブル８ｂ中の廃棄
予告フラグＤは、多数の論理区画を使用する中間ファイ
ルであって、かつコンパイラによりランダムアクセスさ
れ、アクセス処理終了後、中間ファイル全体が不要とな
るようなものについて。
予告フラグＤは、多数の論理区画を使用する中間ファイ
ルであって、かつコンパイラによりランダムアクセスさ
れ、アクセス処理終了後、中間ファイル全体が不要とな
るようなものについて。
廃棄処理を簡便化する目的で設けられている。こフラグ
ＤをＯＮにセットする。当該中間ファイルへのアクセス
頻度がある程度高ければ、これによシ大部分の関連する
論理区画の７ラグＤを”ＯＮ”にセットすることができ
る。
ＤをＯＮにセットする。当該中間ファイルへのアクセス
頻度がある程度高ければ、これによシ大部分の関連する
論理区画の７ラグＤを”ＯＮ”にセットすることができ
る。
コンパイラは、この中間ファイルへのランダムアクセス
処理が全て終了したとき、中間ファイル管理部４へ通知
する。それによシ中間ファイル管理部４は、テーブル８
ｂの７ラグＤを調べて。
処理が全て終了したとき、中間ファイル管理部４へ通知
する。それによシ中間ファイル管理部４は、テーブル８
ｂの７ラグＤを調べて。
ＯＮ表示の論理区画に対応する主メモリ区画アドレスＰ
Ａ′ｆｔ読み出し、テーブル８αを索引して。
Ａ′ｆｔ読み出し、テーブル８αを索引して。
その使用状態フラグＵを１未使用１表示にセットする（
それまでは１活１または１非活”表示となっている）。
それまでは１活１または１非活”表示となっている）。
このようにしてフラグＤが”ＯＮ”の全ての主メモリの
フラグＵを未使用表示にすることにより、実質的に当該
中間ファイルを廃棄するととができる。
フラグＵを未使用表示にすることにより、実質的に当該
中間ファイルを廃棄するととができる。
以上述べたように１本発明によれば、コンパイラが使用
する全ての中間ファイルを、論理区画番号によ、ｌ、Ｄ
ＡＳＤ上のたＸｌつのデータセットで管理することがで
きる。
する全ての中間ファイルを、論理区画番号によ、ｌ、Ｄ
ＡＳＤ上のたＸｌつのデータセットで管理することがで
きる。
第１図は従来の中間ファイル管理方式の説明図。
第２図は本発明の１実施例構成図、第３図は中間ファイ
ル管理部の機能説明図でおる。 図中、ｌはコンパイラ、４は中間ファイル管理部、５は
主メモリ、６は磁気ディスク装置ＤＡＳＤ。 ７−１乃至７−ｔは論理ファイル、８は管理テーブルを
示す＠ 才１ｍ １″ｚ 困 ３ｍ 唱
ル管理部の機能説明図でおる。 図中、ｌはコンパイラ、４は中間ファイル管理部、５は
主メモリ、６は磁気ディスク装置ＤＡＳＤ。 ７−１乃至７−ｔは論理ファイル、８は管理テーブルを
示す＠ 才１ｍ １″ｚ 困 ３ｍ 唱
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 プログラム翻訳処理システムにおいて、主メモリと、直
接アク七ス記憶装置と、プログラム翻訳処理の際に中間
ファイル生成のだめの記憶領域割り当て要求があったと
き、主メモリを複数の区画に分割し１区画単位に割シ当
てを行ないかつ管理する中間ファイル管理手段をそなえ
、該中間ファイル管理手段は、物理区画と仮想的な論理
区画とを用いて記憶領域を管理し、上記割当ては論理区
画を用いて行ない、そのため１割り当てた物理区画と論
理区画との対応を与える第１のテーブルを有し、さらに
、単一の物理区画上に重複して論理区画を設定する場合
に該物理区画内の中間ファイルデータを直接アクセス記
憶装置に退避させ必要時に復元可能にし、そのため論理
区画と直接アクセス装置の格納位置との対応を与える第
２のテーブルを有し、第１のテーブルは物理区画ごとに
。 その使用状態が活、非情および未使用のいずれの状態で
あるかを表示する使用状態表示フラグ情報を含み、中間
ファイル管理手段は、該使用状態表示フラグ情報を参照
しかつ更新制御して物理区画の割当て管理を行なうこと
を特徴とする中間ファイル管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58136142A JPS6027946A (ja) | 1983-07-26 | 1983-07-26 | プログラム翻訳処理システムにおける中間フアイル管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58136142A JPS6027946A (ja) | 1983-07-26 | 1983-07-26 | プログラム翻訳処理システムにおける中間フアイル管理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6027946A true JPS6027946A (ja) | 1985-02-13 |
Family
ID=15168284
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58136142A Pending JPS6027946A (ja) | 1983-07-26 | 1983-07-26 | プログラム翻訳処理システムにおける中間フアイル管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6027946A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS635435A (ja) * | 1986-06-25 | 1988-01-11 | Fujitsu Ltd | コンパイラにおける仮想記憶制御方式 |
-
1983
- 1983-07-26 JP JP58136142A patent/JPS6027946A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS635435A (ja) * | 1986-06-25 | 1988-01-11 | Fujitsu Ltd | コンパイラにおける仮想記憶制御方式 |
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