JPS62284443A - 空き領域検索制御方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 ３、発明の詳細な説明 〔概　要〕 計算機システムにおける、記憶領域の割当を効率化する
ための制御方式。

割当単位領域ごとに１ビットで空き状態を表示するよう
にしたビット列（バイト）からなるビットマツプと、該
バイトのビットパターンごとの、記憶領域割当の可否を
表示する、割当領域の大きさごとのテーブルとを設け、
ビットマツプの各バイトでテーブルを引くことによって
、要求された割当のできる空き状態を持つバイトを検出
し、それによって割当領域を決定する。

この方式により、記憶領域割当処理時間が短縮される。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、計算機システムにおける、記憶領域の割当を
効率化するための制御方式に関する。

計算機システムにおいては、実行されるプログラムの要
求に応じて、必要な大きさの主記憶装置等の共用記憶領
域のプールから、指定の大きさの記憶領域を切り出して
要求元に割り当て、又使用済みの記憶領域の返却を受け
てプールに加える等の管理処理が必要であり、この処理
は一般に比較的頻繁に行われる。

〔従来の技術〕

第３図は、計算機システムの一構成例ブロック図であり
、処理装置１は主記憶装置２及び補助記憶装置３と接続
し、主記憶装置２にロードされているプログラムを実行
する。

管理プログラム等の実行により、補助記憶装置３に格納
しである別のプログラムを、主記憶装置２にロードする
要求が発生した場合、あるいは実行中のプログラムの作
業領域等に使うための記憶領域を、該プログラムに割り
当てる要求が発生した場合等には、所定の領域管理プロ
グラムが実行されて、主記憶装置２に設けられている割
当用の記憶領域から、使用されていない記憶領域（空き
領域）を指定して要求元に割り当て、要求元プログラム
がその記憶領域にアクセスできる状態にする処理が行わ
れる。

第４図の１０は主記憶装置２の記憶領域を示し、記憶領
域１０は例えば４キロバイトの一定の大きさの割当単位
１１に分割して管理される。

管理のためにビットマツプ１３が設けられ、各１ビット
の状態ビット１２が、各割当単位１１ごとに割り当てら
れる。各状態ビット１２は、例えば“Ｏｏ、１°によっ
て、対応する割当単位１１の「空き」か「割当済み（使
用中）」かの状態を示すようにし、初期状態は°Ｏ”に
されている。

領域割当要求が出されると、領域管理プログラムによっ
て実行される領域管理部１４により、ビットマツプ１３
の各状態ビット１２を先頭から検査して、０′　の状態
ビット１２を検出すると、それに対応する割当単位１１
を要求元に割り当て、その状態ビット１２を“１°にセ
ットしておく。

こ＼で、例えば入出カバソファ領域等のための記憶領域
の割当は、一般に要求の大きさを満足する連Ｍｆｆｌ域
を割り当てるようにするので、前記のビットマツプ１３
の走査においては、状態ビット１２のＯ゛が所要数連続
する部分を検出する必要があり、比較的処理ステップ数
の多い処理になる。

第５図は、領域管理部１４の空き領域検索処理の一例を
示す処理の流れ図である。

記憶領域割当要求により本処理が開始されるものとし、
処理ステップ２０において、要求の記憶領域の大きさに
対応する割当単位領域数、ビットマツプ１３のビットア
ドレスの限界等を決定し、走査ビットアドレスをビット
マツプ１３の最初のビットアドレスに、カウンタを所要
割当数に設定して、処理ステップ２４の処理から開始す
る。

処理ステップ２４では、ビットアドレスで決まるビット
を検査する。

ビットが°０゛であれば処理ステップ２１に進んでカウ
ンタを−１し、処理ステップ２２でカウント値がＯにな
ったか検査し、カウント値がＯでなければ処理ステップ
２３でビットアドレスを次のビットに進め、処理ステッ
プ２４０ビット検査に戻る。

このうようにして、＋０１　のビットが続く限り処理ス
テップ２１〜２４のループによって次々のビットを検査
し、その結果処理ステップ２２でカウント値Ｏを検出す
れば、所要の大きさの割当領域が決まるので、本処理を
終了して割当処理に入る。

又、処理ステップ２４でビットが°１°であることを検
出した場合には、処理ステップ２５に進んでビットアド
レスの限界まで処理したか検査する。

その結果、ビットアドレスがビットマツプ１３の末尾に
所要の単位領域数に対応するビット数を残さないところ
まで進んだときは、限界として本処理を終了し、要求通
りの割当ができない状態であることを要求元に通知する
等の処理に入る。

ビットアドレスが限界でないときは、処理ステップ２６
でカウンタに所要単位領域数を再設定し、処理ステップ
２３の処理から再試行する。

〔発明が解決しようとする問題点〕

記憶領域の割当要求があるごとに、−例として前記に示
したような空き領域検索処理を必、要とし、比較的長い
処理ステップを費やすので、その改善が望まれていた。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は、本発明の構成を示すブロック図である。

図は空き領域検索の機構を示し、１３はビットマツプ、
３０−１〜３０−ｎはテーブル、３１はテーブル走査部
、３２．３３はレジスタ、３４は領域管理部を示す。

〔作　用〕

テーブル走査部３１はビットマツプ１３から一定長のビ
ット列を順次読み取って、そのビット列をアドレスとし
てテーブル３０−１〜３０−ｎの１テーブルを読み、そ
の内容が所定の状態、例えば０でないものを読み出すと
、その内容をレジスタ３２に、又そのときのビットマツ
プ１３のビット列アドレスをレジスタ３３に設定して処
理を終わる。

テーブル走査部３１の起動、及びテーブル３０−１〜３
０−ｎのうちの使用するテーブルの指定は、記憶領域の
割当要求を受けた領域管理部３４が行う。

テーブル３０−１〜３０−ｎの各々は、割当記憶領域の
大きさに対応して設けられ、テーブルの各項は、ビット
マツプ１３の各ビット列における、空き状態ビットパタ
ーンに対して、例えば、０によって利用できない状態、
非Ｏによって利用可能な空き単位領域のある状態を・示
すように構成する。

以上の方式により、空き領域検索を従来より高速に実行
することができる。

〔実施例〕

第１図において、ビットマツプ１３は従来と同様に、各
状態ビットが対応する割当単位領域の空きか割当済みか
の状態を示す。割当単位領域は例えば４キロバイトであ
る。

テーブル走査部３１は、ビットマツプ１３を一定長のピ
ント列、例えば８ビットのバイトに分けて、バイトごと
だ順次読み取り、そのバイトを各テーブルのテーブル内
アドレスとしてテーブル３０−１〜３０−ｎの１テーブ
ルの１項を読み出す。

この時使用するテーブルは領域管理部３４によって指定
されている。

テーブル走査部３１は読み出したテーブルの内容をレジ
スタ３３に置くと共に、その内容を検査し、Ｏであれば
ビットマツプ１３から次のバイトを読み出して前と同様
にテーブルを読む。

テーブルから読み出した内容が０・でない場合には、テ
ーブル走査部３１は動作を終わる。なお、ビットマツプ
１３か、ら読んだバイトのアドレスはレジスタ３３に保
持さ□れる。

例えば４．８．１６．３２キロバイトの大きさの割当要
求を許すものとすると、テーブル３０−１〜３０−ｎは
それらに対応して、合計４個のテーブルが設けられる。

又小間切れの空き領域の生じる可能性を少なくするため
に、各大きさにおける領域の割当の仕方を若干制限して
、ビットマツプ１３の各バイトについて、表のような空
き状態の場合のみ割当を許すことにする。

表 表において、“０゛は空き領域、°１°は使用中領域を
、ｘ−ｘは“００”以外のパターンを、ｘ−ｘ−＊−ｘ
は’ｏｏｏｏ’以外のパターンを、「・・」の部分はＯ
又はｌ何れでもよいことを示す。

このようにした場合の、テーブル３０−１〜３０−ｎの
内容（但しｎ・４）の−例を、第２図に示す。

図の各テーブルは説明のために、ビットマツプ１３のバ
イトの上位４ビットを行アドレス、下位４ビットを桁ア
ドレスとする２次元の表とし、両アドレスを１６進数形
式で示しである。

各テーブル中のＯは、前記の仕方による割当不可能な状
態を示し、その他の１以上の整数の部分は、割当可能な
状態を示し、数字は割当可能な先頭の領域の先頭の割当
単位領域に対応する状態ビットの、バイト内ビット位置
を表す。

テーブル走査部３１の動作が終わると、領域管理部３４
はレジスタ３２．３３に保持された内容によって、割当
処理を行うべき先頭の割当単位領域に対応する状態ビッ
トの、ビットマツプ１３上のアドレスを知ることができ
る。

前記のテーブル走査部３１の機能は、多くの計算機の処
理装置における命令として準備されている（例えば、ト
ランスレート・アンド・テスト（ＴＲＴ）命令等）ので
、その場合にはその命令を使用する１命令ステツプで、
前記第５図の処理ステップ２１〜２６の処理がはり置き
換えられる。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかなように、本発明によれば、計算
機システムの記憶領域割当における、空き領域検索処理
が高速化されるので、システムの利用効率を改善すると
いう著しい工業的効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の構成を示すブロック図、第２図はテー
ブルの説明図、 第３図は計算機システムの一構成例ブロック図、第４図
は従来の一構成例ブロック図、 第５図は従来の処理の流れ図である。 図において、 １は処理装置、　　　　２は主記憶装置、３は補助記憶
装置、　　１０は記憶領域、１１は割当単位領域、　　
１２は状態ビット、１３はビットマツプ、　　１４．３
４は領域管理部、２０〜２６は処理ステップ、３０−１
〜３０−ｎはテーブル、本発明の構成を示すブロック図 第１図 計算機システムの一構成例ブロック図 第３図 テーブルの説明図 第２図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 計算機システムで実行されるプログラムによって発生さ
   れる要求に基づいて、該計算機システムの記憶装置の記
   憶領域を、該要求により指定する大きさに分割して割り
   当てるに際し、 該記憶領域の割当単位領域ごとに対応する各１ビットに
   よって、該各割当単位領域の空き状態を表示し、一定長
   のビット列に分割されたビットマップ（１３）、 一括して割り当てる該割当単位領域の個数ごとに設け、
   該ビット列の各ビットパターンごとに、前記記憶領域割
   当の可否を表示する項よりなるテーブル（３０−１〜３
   ０−ｎ）、 及び、所要の該テーブルから、前記ビットマップのビッ
   ト列に対応し、所定の内容を有する項を検索し、該検索
   された項の内容と、該ビット列の該ビットマップ上の位
   置を示す情報を保持する手段（３１、３２、３３）を有
   し、 該保持される情報によって、前記要求に対して割り当て
   る記憶領域を決定するように構成されていることを特徴
   とする空き領域検索制御方式。