JPS63120350A - 仮想記憶アドレス変換方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、仮想記憶計算機システムに係り、特に、セグ
メンテーションとベージングの組合せ方式により、仮想
記憶アドレスを主記憶アドレスに変換する際のアドレス
変換に好適な仮想記憶アドレス変換方式に関するもので
ある。

〔従来の技術〕

セグメンテーション・ベージング方式における仮想記憶
アドレス変換方式は、セグメントの先頭からプログラム
が配置されることを前提としているため、プログラムの
有効ページ数のみを該セグメントテーブル内に記憶する
方式となっていた。

定って、プログラムの一部分がセグメントの最後尾に配
置される場合の有効ページ数の管理法については考慮さ
れていなかった。

尚、この種の方式として関連するものには１例えば、特
開昭５９−２０３２８９号がある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来技術の問題点を第２図〜第５図を用いて説明する。

第２図は、セグメントテーブルとページテーブルを介し
て、仮想記憶アドレスを主記憶アドレスに変換する様子
を示したものであり、２０は仮想記憶装置、３０はセグ
メントテーブル、４０−　】−。

４０−２はページテーブル、５０は主記憶装置である。

第３図は、セグメントテーブルの詳細構成を示したもの
で、３１は該セグメントの有効フラグ。

３２は該セグメント用ページテーブルの先頭アドレス、
３３は該セグメント内先頭からの有効ページ数、３４は
未使用である。

第４図は、ページテーブルの詳細構成を示したものであ
り、４１は仮想記憶装置上の該ページ番号に対応する主
記憶装置上のページ番号を示す。

４２は未使用である。

第５図は、従来問題点の具体例を示したものである。仮
想記憶袋［２０の先頭から３ページと最後尾から３ペー
ジの合計６ページを占有するプログラムＰの主記憶装置
５０へのアドレス変換は以下の手順にて行う。

セグメントテーブル起点レジスタ５１を参照し。

セグメントテーブル３０の先頭アドレスと有効ページ数
を知る。次に、該セグメントに対応するページテーブル
の先頭アト１ノスを求め、仮想記憶アドレス４５として
指定されたページ番号に対応する主記憶ページ番号ｉを
求める。この時、セグメントテーブル内に記憶している
該セグメント先頭の有効ページ数を越えていれば、ペー
ジフォールトとして検出する。つまり、該セグメント先
頭からの有効ページ数を記憶することで、ページテーブ
ル４０−１は、仮想記憶装置の先頭に配置されるプログ
ラムＰが実質必要とするページ数分（この場合、３ペ一
ジ分）存在させればよいこととなる。

一方、仮想アドレス変換に必要なページテーブル４０−
２は、実質、最後尾から３ペ一ジ分（４０−２−２）の
み存在すればよいにもかかわらず、仮想記憶アドレス内
で示されるページ番号そのものをページテーブル番号と
して、該ページテーブルを求める方式のため、全ページ
テーブル（４０−２−１及び４Ｏ−２−２）が必要とな
る。

これは、該ページテーブル、つまり、該プログラムが先
頭ページから配置されているか最終ページから配置され
ているかを表示するフラグがなく、先頭ページからのみ
配置されるものとしている事に起因している。従って、
余分なページテーブル（４０−２−１）が存在すること
となり、メモリ利用効率が低下するという問題があった
。

また、動作中のタスクを切替えるタスクスイッチング処
理の１つとして、次に動作させようとするタスクに応じ
たページ情報による、ページテーブル書替えがあるが、
使用しない余分なページテーブル（４０−２−１）はプ
ログラム誤動作時、ページフォールトとして検出可能と
するため無効フラグを書込むという必要性がある。これ
は、ページテーブルそのものが存在しなければ不要な処
理であり、ページテーブル書替えのオーバーヘッドが大
きくなるという問題があった。

本発明の目的は、プログラムを仮想記憶装置上の先頭セ
グメント内の先頭ページからと、最終セグメント先頭の
最終ページからに分離して配置する様な場合のページテ
ーブルの大きさを必要最小限とすると共に、ページテー
ブル書替えのオーバーヘッドを短縮することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

前記目的は、プログラムがセグメントの先頭ページから
配置されているか、最終ページから配置されているか、
のいずれであるかを表示するフラグと、各々の有害ペー
ジ数を記憶する領域とをセグメントテーブル内に設け、
前記フラグに応じたアドレス変換式に従って、仮想記憶
アドレスを実アドレスに変換することにより、ページテ
ーブルの大きさを必要最小限（最終セグメン（−内の最
終ページから配置するプログラムのページテーブルも実
際に必要とするページを管理するもののみ。

存在させる）とすることができる。

従って、タスクスイッチングの際に、動作させるタスク
に関するページ情報で書替えるべきページテーブルの大
きさは、実際に必要とするページ数分のみでよく、ペー
ジテーブル書替えのオーバーヘッドを短縮することがで
きる。

〔作用〕

セグメントテーブル内にプログラムが配置される位置を
表示するためのフラグを設けることにより、配置が先頭
からか最終量からかを判断することが可能となり、かつ
、その各々に対するアドレス変換式を設定することで、
必要最小限のページテーブルでアドレス変換を実現でき
る。

〔実施例〕

以下１本発明の一実施例を図面を参照して説明する。

第】−図は１本発明によるセグメントテーブルと仮想記
憶アドレスからページテーブルを求める様子を示したも
のである。５１はセグメントテーブル起点レジスタ、３
０はセグメントテーブル、４０−１はセグメント内の先
頭から配置されるプログラム管理用ページテーブル、４
０−２はセグメント内の最後尾から配置されるプログラ
ム管理用ページテーブル、４５−１．４５−２は各々セ
グメント内先頭、最終から配置されるプログラム内の仮
想配回アドレスを示す、また、１０−１は本発明の特徴
であり、有効ページがセグメントの先頭に配置されてい
るか、あるいは最後尾から配置されているかの判断を可
能とするフラグであり。

１０−２は該セグメント内の有効ページ数である。

更に、１００はプログラムがセグメントの最後尾から配
置されている場合に、仮想記憶アドレスで示されるペー
ジ番号に対応するページテーブルの位置を求めるための
変換式であり、下記で表すことができる。

Ｑ＝ｘ−ｂ−１ 但し、Ｑ：ページテーブル内の位置 ｘ：１セグメント当りのページ数 ｂ：仮想記憶アドレス内のページ番号 第６図ば、本発明が前提とする仮想記憶装置６０上のプ
ログラムの配置を示したものであり。

６１はセグメントの先頭から配置されるもの、６２はセ
グメントの最後尾から配置されるものを示す。具体的に
は、６１はプログラムのテキスト部、６２はスタック部
（プログラム動作中に割込みやサブルーチンコールが生
じた場合、レジスタの内容や戻り番地を格納する領域）
である。

本例は、仮想記憶装置の大きさをＩＧＢ　（ギガバイト
）、１セグメントのサイズをＩＭＢ　（メガバイト）、
１ページのサイズを４ＫＢ　（キロバイト）としている
。従って、　１．　Ｇ　Ｂ　＝１０２４セグメント、１
セグメント＝２５６ページとなる。また。

プログラムの大きさは、テキスト部（セグメントの先頭
から配置される部分）６】は２４０ＫＢ（＝６０ページ
）、スタック部（最終セグメントの最後尾から配置され
る部分）６２は８０ＫＢ（＝２０ページ）とする。

上記前提のもとで、第７図にセグメントテーブルとペー
ジテーブルによるアドレス変換例を示す。

５１はセグメントテーブル起点レジスタであり、セグメ
ントテーブル３０の先頭アドレスを記憶している。４０
−１はセグメント番号Ｏに対応するページテーブルであ
り、４０−２はセグメント番号１０２３に対応するペー
ジテーブルである。４５−１．４５−２はプログラム内
の仮想記憶アドレス情報であり、１０５−１はセグメン
ト番号Ｏを、１０５−２はページ番号１を、１０５−３
はページ内相対バイトアドレス８５を示す、また、１０
６−１はセグメント番号１０２３を、１０６−２はペー
ジ番号２５４を＋　１０６−３はページ内相対バイトア
ドレス２４を示す。

先ず、仮想記憶アドレス４５−１の主記憶アドレスへの
変換手順を説明する。１０５−１により、セグメント番
号Ｏのセグメント情報をセグメントテーブル３０から選
択する９次に、該セグメント情報の有効フラグ１．０２
−１をチェックする。その結果、有効であれば（本例は
、有効フラグ＝　３−であり有効）１０２−２によりペ
ージテーブルの先頭アドレス（２００）を決定し、１０
２−３の該ページテーブルが該セグメント内の先頭から
配置されているか、最後尾から配置されているかのフラ
グ１０２−３を判定する。この結果、該ページテーブル
は該セグメント内の先頭から配置されているため（値＝
Ｏは先頭から配置されていることを示す、）、仮想記憶
アドレス内のページ番号１０５−２の値１を参照し、該
ページテーブル４０−１のページ番号〕、が判定するこ
とになり、主記憶上のページ番号１０３−１が決定する
。この値Ｐ１にページ当りのバイト数（本例は４ＫＢ）
を乗算し、その結果に仮想記憶アドレス４５−１におけ
るページ内相対するアドレス４５−３を加算することに
より１ｍ終的な主記憶アドレスを求めることができる。

次に、仮想記憶アドレス４５−２の主記憶アドレスへの
変換手順を説明する。１０Ｇ−１によりセグメント番号
１０２３のセグメント情報をセグメントテーブル３０か
ら選択する。次に、該セグメント情報の有効フラグをチ
ェックし、セグメント番号０の場合と同様に有効である
ことから、該セグメントに対応するページテーブル４ｏ
−２の先頭アドレス（本例では３００）が決定する。次
に、本発明の特徴である１０２−５により該ページテー
ブル４０−２が該セグメント内の最後尾がら配置されて
いることを判断しくＨ＝１は最後尾から配置されている
ことを示す）、仮想記憶アドレス内のページ番号１０６
−２の値２５４を参照し。

該ページテーブル４０−２の該ページが決定する（この
ポインタ（点線）の求め方は、前出の変換式による。）
。この結果、主記憶上のページ番号１０４−１が決定し
、この値ｑ】にページ当りのバイト数紮乗算し、その結
果に仮想記憶アドレス１０６−３を加算することにより
、最終的な主記憶アドレスを求めることができる。

尚、最後尾から配置を管理するべ・−ジテーブル４０−
２は、先頭からの相対０番目が該サグメン１−内の最終
ページ番号２５５を、相対１番目は該セグメント内のペ
ージ番号２５４を、という様に、ページテーブルの配列
は、該セグメント内に付けられているページ番号とは逆
に管理する。

以上の様なアドレス変換方式を実施することにより、最
終セグメント内の最後尾に配置されるプログラムの有効
ページ数分をページテーブルの先頭から配置することが
可能となるため、該ページテーブルを必要最小限（本例
では２０ペ一ジ分）に抑えることができ、主記憶の有効
利用が可能となる。また、タスクスイッチングの際に、
書替え対象となるページテーブルに余分なものがないた
め、ページテーブル書替えのオーバーヘッドの短縮が可
能となる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、最終セグメントの最後尾から配置され
るプログラム用のページテーブルを必要最小限に抑える
ことができ、主記憶の有効利用とページテーブル書替え
のオーバーヘッドを短縮できるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のセグメントテーブルと仮想
記憶アドレス、ページテーブルの相関図。 第２図は従来の仮想記憶装置内のプログラム配置図、第
３図は従来のセグメントテーブル構成図、第４図はペー
ジテーブル構成図、第５図は従来問題点の具体例の説明
図、第６図は本発明に関する仮想記憶装置内のプログラ
ム配置図、第７図は本発明によるセグメントテーブル、
ページテーブルによる仮想記憶アドレス変換具体例の説
明図である。 １０−１・・・プログラム配置フラグ、１０−２・・・
有効ページ数、２０・・・仮想記憶装置、３０・・・セ
グメントテーブル、４０−１．４０−２・・・ページチ
ー代理人　弁理士　小川勝男　　゛− 凱１　口 ｕ２−　　　　　　ＬＪ−１年７ 浩５０ でクー！シト官１η　イーヅ１１ｔ　ヘシヅｒ！４本目
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Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、主記憶のある一定の大きさから成るページとページ
   の一定の集合から構成するセグメントとの組合せにより
   、仮想アドレスを主記憶アドレスに変換するためのアド
   レス変換情報としてページテーブルとセグメントテーブ
   ルを有することにより、仮想アドレス空間全体を主記憶
   装置のように考えてプログラミングでき、実プログラム
   が占有する有効ページ数を該セグメント内に記憶する仮
   想記憶アドレス変換方式において、該有効ページ数が該
   セグメント内の先頭からか、あるいは最後尾からかを示
   すフラグと有効ページ数をセグメントテーブル内に設け
   、該フラグに応じた仮想アドレス変換式に従つて、実ア
   ドレスに変換することを特徴とする仮想記憶アドレス変
   換方式。