JPS63141147A - 可変長ブロツク領域のメモリ管理制御方式 - Google Patents
可変長ブロツク領域のメモリ管理制御方式Info
- Publication number
- JPS63141147A JPS63141147A JP61289353A JP28935386A JPS63141147A JP S63141147 A JPS63141147 A JP S63141147A JP 61289353 A JP61289353 A JP 61289353A JP 28935386 A JP28935386 A JP 28935386A JP S63141147 A JPS63141147 A JP S63141147A
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- Japan
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 7
- 230000010365 information processing Effects 0.000 claims description 3
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000002093 peripheral effect Effects 0.000 description 2
Landscapes
- Memory System (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、可変長ブロック領域のメモリ管理制御方式に
関し、特に、ブロック領域管理の性能向上およびシステ
ムの信頼性向上に役立てる可変長ブロック領域のメモリ
管理制御方式に関する。
関し、特に、ブロック領域管理の性能向上およびシステ
ムの信頼性向上に役立てる可変長ブロック領域のメモリ
管理制御方式に関する。
従来、情報処理装置のメモリのブロック領域を管理する
ブロック管理情報域は、利用者のブロック領域と同一ペ
ージの空きブロック領域にポインタ管理されている為、
ブロック領域の確保返却処理の性能が悪く、また、利用
者のミスでブロック管理情報域の破壊が多発しシステム
の信頼性に問題があった。
ブロック管理情報域は、利用者のブロック領域と同一ペ
ージの空きブロック領域にポインタ管理されている為、
ブロック領域の確保返却処理の性能が悪く、また、利用
者のミスでブロック管理情報域の破壊が多発しシステム
の信頼性に問題があった。
・〔発明が解決しようとする問題点〕
上述した従来の可変長ブロック領域のメモリ管理制御方
式は、利用者のブロック領域を管理する為のブロック管
理情報が利用者のブロック領域と同一ページに存在する
為、利用者はブロック管理情報域を容易にアクセスでき
た、この為、利用者のミスによりブロック管理情報が破
壊され、システムとしてのブロック管理ができなくなり
、信頼性に問題があった。また、利用者のブロック領域
はポインタにより空き領域が管理されており、利用者が
ブロック領域の確保、返却をくりかえすことにより空き
領域ポインタが多くなる。この様な状態でブロック領域
の確保要求があると、要求サイズを満たす空きブロック
をポインタをたどりながら見つけなければならず、性能
が非常に悪くなるという問題もある。
式は、利用者のブロック領域を管理する為のブロック管
理情報が利用者のブロック領域と同一ページに存在する
為、利用者はブロック管理情報域を容易にアクセスでき
た、この為、利用者のミスによりブロック管理情報が破
壊され、システムとしてのブロック管理ができなくなり
、信頼性に問題があった。また、利用者のブロック領域
はポインタにより空き領域が管理されており、利用者が
ブロック領域の確保、返却をくりかえすことにより空き
領域ポインタが多くなる。この様な状態でブロック領域
の確保要求があると、要求サイズを満たす空きブロック
をポインタをたどりながら見つけなければならず、性能
が非常に悪くなるという問題もある。
本発明の目的は、ブロック管理情報域を利用者のブロッ
ク領域から分離し、ビットマツプにより管理することに
より、上記欠点を除去し可変長ブロック管理が非常に簡
単になり、信頼性および処理の高速化を図ることのでき
る可変長ブロック領域のメモリ管理制御方式を提供する
ことにある。
ク領域から分離し、ビットマツプにより管理することに
より、上記欠点を除去し可変長ブロック管理が非常に簡
単になり、信頼性および処理の高速化を図ることのでき
る可変長ブロック領域のメモリ管理制御方式を提供する
ことにある。
本発明の可変長ブロック領域のメモリ管理制御方式は、
メモリの最小単位であるページ領域を複数個の可変長ブ
ロック領域により管理する情報処理装置において、前記
複数個の可変長ブロック領域の各可変長ブロックの空き
状態もしくは使用中状態を管理する可変長ブロック管理
テーブルをメモリの確保、返却を実行するプログラムに
より指定される利用者ブロック領域とは分離して管理制
御する使用状態管理テーブル制御手段と、前記可変長ブ
ロックの切出し状態を前記可変長ブロック管理テーブル
により管理する可変長ブロック管理テーブル制御手段と
、前記利用者ブロック領域が前記ページ内で全て使用中
になったとき新しくページ領域を切り出し、その切り出
したページ領域を前記可変長ブロック領域と同等として
割り当て、また、そのページ領域内の可変長ブロックが
全て返却されたときそのページ領域の返却を行い、これ
と同期して前記使用状態管理テーブルおよび可変長ブロ
ック管理テーブルの拡張および縮小を行う実ページ管理
制御手段とを含んで構成されることを特徴とする。
メモリの最小単位であるページ領域を複数個の可変長ブ
ロック領域により管理する情報処理装置において、前記
複数個の可変長ブロック領域の各可変長ブロックの空き
状態もしくは使用中状態を管理する可変長ブロック管理
テーブルをメモリの確保、返却を実行するプログラムに
より指定される利用者ブロック領域とは分離して管理制
御する使用状態管理テーブル制御手段と、前記可変長ブ
ロックの切出し状態を前記可変長ブロック管理テーブル
により管理する可変長ブロック管理テーブル制御手段と
、前記利用者ブロック領域が前記ページ内で全て使用中
になったとき新しくページ領域を切り出し、その切り出
したページ領域を前記可変長ブロック領域と同等として
割り当て、また、そのページ領域内の可変長ブロックが
全て返却されたときそのページ領域の返却を行い、これ
と同期して前記使用状態管理テーブルおよび可変長ブロ
ック管理テーブルの拡張および縮小を行う実ページ管理
制御手段とを含んで構成されることを特徴とする。
］］実施例〕
次に、本発明について図面を参照して説明する。
第１図は本発明の一実施例の概念を示す図、第２図は第
１図の可変長ブロック領域メモリ管理部を構成する手段
と各手段の関連を示すブロック図、第３図は各テーブル
の使用方法を示す図である。
１図の可変長ブロック領域メモリ管理部を構成する手段
と各手段の関連を示すブロック図、第３図は各テーブル
の使用方法を示す図である。
第１図で、１は中央処理装置（ＣＰＵ）、２は可変長ブ
ロック領域メモリ管理部、３はメモリ（ＭＥＭ＞、４Ｊ
よ周辺装置である。
ロック領域メモリ管理部、３はメモリ（ＭＥＭ＞、４Ｊ
よ周辺装置である。
利用者（メモリ３の確保・返却を実行するプログラム）
からメモリ３の最小単位であるページ領域内の複数の可
変長ブロックの確保要求、確保したブロックの返却要求
が発生すると、ブロックの確保・返却処理を行う為使用
状態管理テーブル制御手段１１が呼び出される。
からメモリ３の最小単位であるページ領域内の複数の可
変長ブロックの確保要求、確保したブロックの返却要求
が発生すると、ブロックの確保・返却処理を行う為使用
状態管理テーブル制御手段１１が呼び出される。
使用状態管理テーブル制御手段１１では、使用状態管理
テーブル２１のテーブルのビットを制御することにより
ブロック空き、使用中を管理する。
テーブル２１のテーブルのビットを制御することにより
ブロック空き、使用中を管理する。
可変長ブロック管理テーブル制御手段１２では、可変長
ブロックのブロックサイズを可変長ブロック管理テーブ
ル２２により算出する。
ブロックのブロックサイズを可変長ブロック管理テーブ
ル２２により算出する。
以下に詳細について説明する。
使用状態管理テーブル２１のｂｌｌ〜ｂｌ、の各ビット
は、“１”二使用中ブロック、“０”：空きブロックを
表わし、可変長ブロック管理テーブル２２のｂ２１〜ｂ
２１Ｉの各ビットは、“ｌ”：最終ブロック、“０”：
先頭または途中ブロックを表わず。ｂｌｌ〜ｂｌｆｉと
ｂ２１〜ｂ２ｏは、利用者ブロック領°域２３のブロッ
クＢＯＩ〜Ｂ ６１１と対応する。Ｂｔ＋ｔ〜Ｂ、のブ
ロックは、例えば、１バイトから４０９６バイトの固定
長ブロック領域、同一管理テーブル（使用状態管理テー
ブル２１．可変長プロッり管理テーブル２２）内では固
定長を表わす。
は、“１”二使用中ブロック、“０”：空きブロックを
表わし、可変長ブロック管理テーブル２２のｂ２１〜ｂ
２１Ｉの各ビットは、“ｌ”：最終ブロック、“０”：
先頭または途中ブロックを表わず。ｂｌｌ〜ｂｌｆｉと
ｂ２１〜ｂ２ｏは、利用者ブロック領°域２３のブロッ
クＢＯＩ〜Ｂ ６１１と対応する。Ｂｔ＋ｔ〜Ｂ、のブ
ロックは、例えば、１バイトから４０９６バイトの固定
長ブロック領域、同一管理テーブル（使用状態管理テー
ブル２１．可変長プロッり管理テーブル２２）内では固
定長を表わす。
例えば、ＢＯＩ〜Ｂ０の各ブロックが４バイト領域を表
わしているとすると、利用者から１２バイト領域の確保
要求があったとき、使用状態管理テーブル２１より３ビ
ツト（１２バイト÷４＝３）の連続空き領域（ビット＝
０）をさがしくこのときビットのサーチなので性能が非
常に良い）、この３ビツトを使用中領域としてビット１
−１−１に変換し表わす（第３図のｂ１３＋ ｂ１４＋
ｂ１５の様に表わす）。
わしているとすると、利用者から１２バイト領域の確保
要求があったとき、使用状態管理テーブル２１より３ビ
ツト（１２バイト÷４＝３）の連続空き領域（ビット＝
０）をさがしくこのときビットのサーチなので性能が非
常に良い）、この３ビツトを使用中領域としてビット１
−１−１に変換し表わす（第３図のｂ１３＋ ｂ１４＋
ｂ１５の様に表わす）。
可変長ブロック管理テーブル２２には、３ブロツクが連
続確保されたことを最終ブロックは“１”で示すのでビ
ット０−０−１で表わしく第２図のｂ２３＋ ｂｚ４＋
ｂｚｓの様に表わす）、利用者には使用状態管理テー
ブル２１のビット（第３図のｂ１３＞をアドレス変換し
、ブロック領域２３のＢＯ３ブロック領域アドレスを通
知する（もし利用者が誤ってＢｎ、ブロック領域から１
２バイト以上を破壊しても、管理テーブル２１．２２が
別領域に管理されている為、ブロック領域管理上の矛盾
は生じず信頼性が高い）。利用者からＢｎ６のプロ・ツ
ク領域の４バイト返却要求があったとき、Ｂｎ６に対応
するｂ１６．ｂ２６の各１ビツト（４バイト÷４＝１）
を０とし返却した旨を表示する（このときもビットの制
御のみなので性能が非常によい）。
続確保されたことを最終ブロックは“１”で示すのでビ
ット０−０−１で表わしく第２図のｂ２３＋ ｂｚ４＋
ｂｚｓの様に表わす）、利用者には使用状態管理テー
ブル２１のビット（第３図のｂ１３＞をアドレス変換し
、ブロック領域２３のＢＯ３ブロック領域アドレスを通
知する（もし利用者が誤ってＢｎ、ブロック領域から１
２バイト以上を破壊しても、管理テーブル２１．２２が
別領域に管理されている為、ブロック領域管理上の矛盾
は生じず信頼性が高い）。利用者からＢｎ６のプロ・ツ
ク領域の４バイト返却要求があったとき、Ｂｎ６に対応
するｂ１６．ｂ２６の各１ビツト（４バイト÷４＝１）
を０とし返却した旨を表示する（このときもビットの制
御のみなので性能が非常によい）。
利用者からの要求に対し、使用状態管理テーブル２１上
に要求を満足する空き領域が存在しないとき、または、
使用状態管理テーブル２１上に全て空き領域が表示され
たときは、実ページ管理制御手段１３を呼び出す。
に要求を満足する空き領域が存在しないとき、または、
使用状態管理テーブル２１上に全て空き領域が表示され
たときは、実ページ管理制御手段１３を呼び出す。
実ページ管理制御手段１３では、使用状態管理テーブル
２１上に要求を満足する空き領域が存在しないとき、実
ページの確保を行いブロック領域２３を切り出すと同時
に、使用状態管理テーブル２１、可変長ブロック管理テ
ーブル２２の拡大を行う。
２１上に要求を満足する空き領域が存在しないとき、実
ページの確保を行いブロック領域２３を切り出すと同時
に、使用状態管理テーブル２１、可変長ブロック管理テ
ーブル２２の拡大を行う。
また、使用状態管理テーブル２１上に全て空き領域が表
示されたとき、実ページの返却を行うことによりブロッ
ク領域２３の返却を行う。この時、使用状態管理テーブ
ル２１、可変長ブロック管理テーブル２２の縮小も行う
。
示されたとき、実ページの返却を行うことによりブロッ
ク領域２３の返却を行う。この時、使用状態管理テーブ
ル２１、可変長ブロック管理テーブル２２の縮小も行う
。
以上の説明より明らかなように、ブロック管理情報域が
利用者の使用するブロック領域とは分離され別領域で管
理されている為、利用者のミスでブロック管理情報域が
破壊されることはなく、システムでのブロック管理の信
頼性が非常に高い。
利用者の使用するブロック領域とは分離され別領域で管
理されている為、利用者のミスでブロック管理情報域が
破壊されることはなく、システムでのブロック管理の信
頼性が非常に高い。
また、ブロックの使用状態管理テーブルと可変長ブロッ
クを管理する為の管理テーブルを持ち、ビットで管理す
ることにより、可変長ブロック管理処理が非常に簡単に
なり、処理の高性能化が図れる効果がある。
クを管理する為の管理テーブルを持ち、ビットで管理す
ることにより、可変長ブロック管理処理が非常に簡単に
なり、処理の高性能化が図れる効果がある。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の一実施例の概念図、第２図は第１図の
可変長ブロック領域メモリ管理部を構成する手段と各手
段の関連を示すブロック図、第３図は各テーブルの使用
方法を示す図である。 １・・・ＣＰＵ、２・・・可変長ブロック領域メモリ管
理部、３・・・ＭＥＭ、４・・・周辺装置、１１・・・
使用状態管理テーブル制御手段、１２・・・可変長ブロ
ック管理テーブル制御手段、１３・・・実ページ管理制
御手段、２１・・・使用状態管理テーブル、２２・・・
可変長ブロック管理テーブル。 ／ −’″ 代理人 弁理士 内 原 昔、。 ＼、 −〜 カ ”臀３ 図
可変長ブロック領域メモリ管理部を構成する手段と各手
段の関連を示すブロック図、第３図は各テーブルの使用
方法を示す図である。 １・・・ＣＰＵ、２・・・可変長ブロック領域メモリ管
理部、３・・・ＭＥＭ、４・・・周辺装置、１１・・・
使用状態管理テーブル制御手段、１２・・・可変長ブロ
ック管理テーブル制御手段、１３・・・実ページ管理制
御手段、２１・・・使用状態管理テーブル、２２・・・
可変長ブロック管理テーブル。 ／ −’″ 代理人 弁理士 内 原 昔、。 ＼、 −〜 カ ”臀３ 図
Claims (1)
- メモリの最小単位であるページ領域を複数個の可変長ブ
ロック領域により管理する情報処理装置において、前記
複数個の可変長ブロック領域の各可変長ブロックの空き
状態もしくは使用中状態を管理する可変長ブロック管理
テーブルをメモリの確保、返却を実行するプログラムに
より指定される利用者ブロック領域とは分離して管理制
御する使用状態管理テーブル制御手段と、前記可変長ブ
ロックの切出し状態を前記可変長ブロック管理テーブル
により管理する可変長ブロック管理テーブル制御手段と
、前記利用者ブロック領域が前記ページ内で全て使用中
になったとき新しくページ領域を切り出し、その切り出
したページ領域を前記可変長ブロック領域と同等として
割り当て、また、そのページ領域内の可変長ブロックが
全て返却されたときそのページ領域の返却を行い、これ
と同期して前記使用状態管理テーブルおよび可変長ブロ
ック管理テーブルの拡張および縮小を行う実ページ管理
制御手段とを含んで構成されることを特徴とする可変長
ブロック領域のメモリ管理制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61289353A JPS63141147A (ja) | 1986-12-03 | 1986-12-03 | 可変長ブロツク領域のメモリ管理制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61289353A JPS63141147A (ja) | 1986-12-03 | 1986-12-03 | 可変長ブロツク領域のメモリ管理制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63141147A true JPS63141147A (ja) | 1988-06-13 |
Family
ID=17742105
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61289353A Pending JPS63141147A (ja) | 1986-12-03 | 1986-12-03 | 可変長ブロツク領域のメモリ管理制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS63141147A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1997015924A1 (en) * | 1995-10-24 | 1997-05-01 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Recording medium and reproducing device |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5087743A (ja) * | 1973-12-07 | 1975-07-15 | ||
| JPS5470734A (en) * | 1977-11-17 | 1979-06-06 | Fujitsu Ltd | Main memory allotment system |
| JPS58164080A (ja) * | 1982-03-25 | 1983-09-28 | Fujitsu Ltd | 領域管理処理方式 |
-
1986
- 1986-12-03 JP JP61289353A patent/JPS63141147A/ja active Pending
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5087743A (ja) * | 1973-12-07 | 1975-07-15 | ||
| JPS5470734A (en) * | 1977-11-17 | 1979-06-06 | Fujitsu Ltd | Main memory allotment system |
| JPS58164080A (ja) * | 1982-03-25 | 1983-09-28 | Fujitsu Ltd | 領域管理処理方式 |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1997015924A1 (en) * | 1995-10-24 | 1997-05-01 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Recording medium and reproducing device |
| US5953290A (en) * | 1995-10-24 | 1999-09-14 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Recording medium and reproduction apparatus for displaying display data synchronously with reproduction of audio data |
| CN1127083C (zh) * | 1995-10-24 | 2003-11-05 | 松下电器产业株式会社 | 记录媒质和再现装置 |
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