JPS6382532A - 論理アドレスから実アドレスへの変換方式 - 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〕 本発明は論理アドレスから実アドレスへの変換方式に関
し、特に実メモリを見せかけ上拡張して使用する情報処
理システムにおける論理アドレスから実アドレスへの変
換方式に関する。

〔従来の技術〕

従来、この種の論理アドレスから実アドレスへの変換方
式では、論理アドレスで示される領域と実メモリ上の領
域との対応を記憶する管理表を設けてその管理表を論理
アドレスで参照することにより論理アドレスから実アド
レスへの変換を行うテーブル変換手段による方式や、実
メモリ上の領域を連鎖探索してその領域が論理アドレス
で示される領域に対応するか否かを調べることにより論
理アドレスから実アドレスへの変換を行うサーチ変換手
段による方式が、それぞれ論理アドレスで示される全領
域を対象にして行われていた。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述した従来の論理アドレスから実アドレスへの変換方
式では、テーブル変換手段による方式においては、論理
アドレスで示される全領域が大きくなると管理表を記憶
する領域が大きくなるので、実メモリ上に管理表が確保
できなくなるという欠点がある。

また、実メモリ上に管理表が確保できたとしても、論理
アドレスで示される領域を割り当てることができる実メ
モリ上の領域が管理表を記憶する領域により圧迫されて
実メモリと二次記憶装置上のファイルとの間のデータの
転送が顧緊に発生するので、処理速度が遅くなるという
欠点がある。

一方、サーチ変換手段による方式においては、常に実メ
モリ上の領域を連鎖探索によりサーチしなければならな
いので、処理速度が遅くなるという欠点がある。

本発明の目的は、上述の点に鑑み、テーブル変換手段に
よる方式とサーチ変換手段による方式とを適切に制御し
て併用することにより、効率良く論理アドレスから実ア
ドレスへの変換を行うことができる論理アドレスから実
アドレスへの変換方式を提供することにある。

ｃ問題点を解決するための手段〕 本発明の論理アドレスから実アドレスへの変換方式は、
論理アドレスで示される領域と実メモリ上の領域とを対
応づける管理表を論理アドレスで参照することにより論
理アドレスから実アドレスへの変換を行うテーブル変換
手段と、実メモリ上の領域を連鎖探索して実メモリ上の
領域が論理アドレスで示される領域に対応するか否かを
調べることにより論理アドレスから実アドレスへの変換
を行うサーチ変換手段と、指定された論理アドレスが論
理アドレスで示される全領域中において前記テーブル変
換手段により実アドレスに変換される領域内の論理アド
レスであるか前記サーチ変換手段により実アドレスに変
換される領域内の論理アドレスであるかを判定しこの判
定結果に基づいて前記テーブル変換手段および前記サー
チ変換手段のいずれか一方を起動する論理アドレス判定
手段とを有する。

〔作用〕

本発明の論理アドレスから実アドレスへの変換方式では
、テーブル変換手段が論理アドレスで示される領域と実
メモリ上の領域とを対応づける管理表を論理アドレスで
参照することにより論理アドレスから実アドレスへの変
換を行い、サーチ変換手段が実メモリ上の領域を連鎖探
索して実メモリ上の領域が論理アドレスで示される領域
に対応するか否かを調べることにより論理アドレスから
実アドレスへの変換を行い、論理アドレス判定手段が指
定された論理アドレスが論理アドレスで示される全領域
中においてテーブル変換手段により実アドレスに変換さ
れる領域内の論理アドレスであるかサーチ変換手段によ
り実アドレスに変換される領域内の論理アドレスである
かを判定しこの判定結果に基づいてテーブル変換手段お
よびサーチ変換手段のいずれか一方を起動する。

（実施例〕 次に、本発明について図面を参照して詳細に説明する。

第１図は、本発明の論理アドレスから実アドレスへの変
換方式の一実施例の構成を示すブロック図である。本実
施例の論理アドレスから実アドレスへの変換方式は、プ
ログラム中の指定に基づいて入力された論理アドレス（
以下、人力論理アドレスという）が論理的な領域７にお
いて領域Ａ内の論理アドレスであるか領域Ｂ内の論理ア
ドレスであるかを判定する論理アドレス判定手段１と、
管理表４を入力論理アドレスで参照することにより論理
アドレスから実アドレスへの変換を行うテーブル変換手
段２と、実メモリ８上の領域を連鎖探索してその領域が
入力論理アドレスで示される領域に対応するか否かを調
べることにより論理アドレスから実アドレスへの変換を
行うサーチ変換手段３と、論理アドレスで示される領域
と実メモリ８上の領域とを対応づける管理表４と、実メ
モリ８とバンクアップファイル６との間のデータの転送
を制御するバ・ツクアップファイル入出力処理手段５と
、実メモリ８上の領域のデータを退避させる二次記憶装
置上のファイルであるバックアップファイル６と、論理
アドレスで示される仮想的な領域である論理的な領域７
と、論理的な領域７中のデータが物理的に格納される実
メモリ８とから構成されている。

論理的な領域７は、テーブル変換手段２により実アドレ
スに変換される論理アドレスで示される領域Ａと、サー
チ変換手段３により実アドレスに変換される論理アドレ
スで示される領域Ｂとにプログラムからの指定に基づい
て二分されている。

第２図を参照すると、管理表４は、論理的な領域７中の
論理アドレスで示される領域のデータが実メモリ８上に
存在するときにはその論理アドレスに対応するエントリ
に論理アドレスで示される領域のデータが存在する実ア
ドレスが設定され（例えば、論理アドレス“２”で示さ
れる領域のデータが実アドレス“４”で示される領域に
存在するときにはエントリ″２８に１４″が設定される
。

なお、ここではアドレスは“１”から始まるものとする
）、論理アドレスで示される領域のデータが実メモリ８
上に存在しないときにはその論理アドレスに対応するエ
ントリに“０”が設定されて（例えば、論理アドレス“
１”で示される領域のデータが実メモリ８上に存在しな
いときにはエントリ“１１に“０”が設定される）構成
されている。

第３図を参照すると、実メモリ８は、各領域に存在する
管理域９と、サーチ変換手段３による連鎖探索の起点と
なる実アドレスを示す実メモリ起点アドレス１０とを含
んで構成されている。

各領域の管理域９は、その領域に格納されているデータ
の論理的な領域７上のアドレスを示す論理アドレス９１
と、サーチ変換手段３の連鎖探索における次にサーチす
べき領域の実アドレスを示す次実アドレス９２とからな
る。

なお、次実アドレス９２の設定は、論理アドレス９１で
示される領域のデータが格納された順序の逆順に実メモ
リ８上の領域が連鎖探索されるように行われる（最新に
データが格納された領域の実アドレスは実メモリ起点ア
ドレス１０に設定される。

また、連鎖探索によるサーチは行われないが、領域Ａに
属する論理アドレスで示される領域のデータが格納され
ている実メモリ８上の領域もこの連鎖に組み込まれてい
る）。

第４図を参照すると、テーブル変換手段２の処理は、管
理表エントリ取得ステップ１１と、エントリ判定ステッ
プ１２と、アドレス変換ステップ１３と、未使用実メモ
リ領域存在判定ステップ１４と、未使用実メモリ領域割
当てステップ１５と、他論理アドレス領域データバンク
アップファイル出カステップ１６と、出力対象領域管理
表存在判定ステップ１７と、出力対象領域対応管理表エ
ントリ“０”設定ステップ１８と、入力論理アドレス領
域参照を無判定ステップ１９と、バンクアップファイル
データ実メモリ人力ステップ２０と、入力論理アドレス
領域対応管理表エントリ実アドレス設定ステップ２１と
、アドレス変換ステップ２２とからなる。

第５図を参照すると、サーチ変換手段３の処理は、実メ
モリ起点アドレス取得ステップ３１と、戊寅アドレス領
域存在判定ステップ３２と、入力論理アドレス対応実メ
モリ領域判定ステップ３３と、戊寅アドレス取得ステッ
プ３４と、アドレス変換ステップ３５と、未使用実メモ
リ領域存在判定ステップ３６と、未使用実メモリ領域割
当てステップ３７と、（ｔｈ　ａｔ理アドレス領域デー
タバソクアソブファイル出カステップ３８と、出力対象
領域管理表存在判定ステップ３９と、出力対象領域対応
管理表エントリ“０″設定ステツプ４０と、入力論理ア
ドレス領域参照有無判定ステップ４１と、ハックアップ
ファイルデータ実メモリ入力ステップ４２と、アドレス
変換ステップ４３とからなる。

次に、このように構成された本実施例の論理アドレスか
ら実アドレスへの変換方式の動作について説明する。

プログラムの実行において論理アドレスで示される領域
のデータの参照（更新等も含む広い意味での参照。以下
同様）を行うために入力論理アドレスが入力されると、
まず入力論理アドレスが領域Ａ内の論理アドレスを示す
か領域Ｂ内の論理アドレスを示すかということが論理ア
ドレス判定手段１により判定される。

この判定で入力論理アドレスが領域Ａ内の論理アドレス
を示すときには、テーブル変換手段２が起動される。

テーブル変換手段２では、入力論理アドレスに対応する
管理表４上のエントリが求められ（ステップ１１）、そ
のエントリの内容より入力論理アドレスで示される論理
的な領域７上の領域（以下、入力論理アドレス領域とい
う）のデータが実メモリ８上に存在しているか否かが判
定される（ステップ１２）。

この判定で入力論理アドレス領域のデータが実メモリ８
上に存在しているときには、入力論理アドレスがステッ
プ１１で求められた管理表４上のエントリの内容が示す
実アドレスに変換され（ステップ１３）、テーブル変換
手段２による論理アドレスから実アドレスへの変換の処
理が終了する。

この実アドレスは、入力論理アドレスを指示したプログ
ラムに返送され使用される（以下の説明ではこのことへ
の言及は省略する）。

ステップ１２の判定で入力論理アドレス領域のデータが
実メモリ８上に存在していないときには、実メモリ８上
に未使用の領域が存在するか否かが判定される（ステッ
プ１４）。

この判定で未使用の領域が存在するときには、その未使
用の領域中の１８１域（一定のアルゴリズムによって決
定される）が入力論理アドレス領域のデータを格納する
領域として割り当てられる（ステップ１５）。

ステップ１４の判定で未使用の領域が存在しないときに
は、リプレースメントアルゴリズム（未使用領域が存在
しないときに実メモリ８上のどの領域のデータをバンク
アップファイル６に退避するかということが設定されて
いる規則。以下同様）に基づき選択された実メモリ８上
の領域のデータが、バックアップファイル入出力処理手
段５によりバックアップファイル６に出力され、その実
メモリ８上の領域が入力論理アドレス領域のデータを格
納するために割り当てられる（ステップ１６）。

このとき、バックアップファイル６への出力の対象とな
ったデータが存在する論理アドレスで示される領域が領
域Ａに属するか否かが判定され（ステップ１７）、領域
Ａに属しているときにはその論理アドレスに対応する管
理表４上のエントリの内容が論理アドレスで示される領
域のデータが実メモリ８上に存在しないことを示すため
に“０″に更新される（ステップ１８）。

次に、入力論理アドレス領域の参照が以前にもありその
領域のデータがバックアップファイル６に出力されてい
るか否かが判定され（ステップ１９）、出力されている
ときにはバックアップファイル入出力処理手段５により
バンクアップファイル６からそのデータがステップ１５
またはステップ１６で実メモリ８上に割り当てられた領
域に入力される（ステップ２０）。

なお、ステップ１９の判定で入力論理アドレス領域の参
照が以前にないときには、入力論理アドレスを指示した
プログラムに制御が戻ってから、入力論理アドレスで示
される領域のデータがステップ１５またはステップ１６
で実メモリ上に割り当てられた領域に入力される。

さらに、入力論理アドレスに対応する管理表４上のエン
トリの内容にステップ１５またはステップ１６で割り当
てられた実アドレスが設定され（ステップ２１）、入力
論理アドレスがステップ１５またはステップ１６で割り
当てられた実アドレスに変換され（ステップ２２）、テ
ーブル変換手段２による論理アドレスから実アドレスへ
の変換の処理が終了する。

論理アドレス判定手段１の判定で入力論理アドレスが領
域Ｂ内の論理アドレスを示すときには、サーチ変換手段
３が起動される。

サーチ変換手段３では、まず実メモリ起点アドレス１０
が求められ、実メモリ８上の領域の連鎖探索の準備が行
われる（ステップ３１）。

サーチ変換手段３による連鎖探索では、実メモＩＪ　ｇ
上の各領域の管理域９の戊寅アドレス９２（連鎖探索の
起点となる実メモリ起点アドレス１０を含む）が空（Ｎ
ｔｌＬ−Ｌ）のアドレス（連鎖をたどる次の実メモリＢ
上の領域がないことを示す情報）を示すか否かが判定さ
れる（ステップ３２）。

この判定で空のアドレスではないときには、戊寅アドレ
ス９２が示す実メモリ８上の領域にサーチの対象が移り
その領域中の管理域９内の論理アドレス９１が入力論理
アドレスと同一であるか否かが判定される（ステップ３
３）。

この判定で同一でないときには、その領域中の管理域９
内の戊寅アドレス９２を対象としてステップ３２の判定
が行われる（ステップ３４）。

ステップ３３の判定で論理アドレス９１が入力論理アド
レスと同一であるときには、入力論理アドレスがステッ
プ３３の判定の対象となっている実メモリ８上の領域の
実アドレスに変換され（ステップ３５）、サーチ変換手
段３による論理アドレスから実アドレスへの変換の処理
が終了する。

ステップ３２の判定で戊寅アドレス９２（実メモリ起点
アドレスｌＯを含む）が空のアドレスのときには、入力
論理アドレス領域のデータが実メモリＢ上に存在しない
ことを示しており、実メモリ８上に未使用の領域が存在
するか否かが判定される（ステップ３６）。

この判定で未使用の領域が存在するときには、その未使
用の領域中の１頭域が入力論理アドレス領域のデータを
格納する領域として割り当てられる（ステップ３７）。

ステップ３６の判定で未使用の領域が存在しないときに
は、リプレースメントアルゴリズムに基づき選択された
実メモリ８上の領域のデータが、バックアンプファイル
入出力処理手段５によりバックアップファイル６に出力
され、その実メモリ８上の領域が入力論理アドレス領域
のデータを格納するために割り当てられる（ステップ３
８）。このとき、バンクアップファイル６への出力の対
象となったデータが存在する論理アドレスで示される領
域が領域Ａに属するか否かが判定され（ステップ３９）
　、Ｓｉ域Ａに属しているときにはその論理アドレスに
対応する管理表４上のエントリの内容が“０”に更新さ
れる（ステップ４０）。

次に、入力論理アドレス領域の参照が以前にもあり、そ
の領域のデータがバックアップファイル６に出力されて
いるか否かが判定され（ステップ４１）、出力されてい
るときにはバックアップファイル入出力処理手段５によ
りバンクアップファイル６からそのデータがステップ３
７またはステップ３日で実メモリ８上に割り当てられた
領域に入力される　（ステップ４２）。

さらに、入力論理アドレスがステップ３７またはステッ
プ３８で割り当てられた実アドレスに変換され（ステッ
プ４３）、サーチ変換手段３による論理アドレスから実
アドレスへの変換の処理が終了する。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明は、論理アドレスで示された
領域の参照時に論理アドレスから実アドレスへの変換を
行う場合に、テーブル変換手段による変換とサーチ変換
手段による変換とを論理アドレス判定手段の制御に基づ
いて併用することにより、実メモリ上の領域を順にたど
る連鎖探索が常に要求されることがなく、かつテーブル
変換手段で使用する管理表を記憶する領域が小さくてす
むことになり、論理アドレスで示される全領域が大きく
ても小さな実メモリで効率良く論理アドレスから実アド
レスへの変換を行うことが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構成を示すブロック図、 第２図は第１図中の管理表の構成を論理的な領域および
実メモリと対応させて示す図、第３図は第１図中の実メ
モリの構成を示す図、第４図は第１図中のテーブル変換
手段の処理を示す流れ図、 第５図は第１図中のサーチ変換手段の処理を示す流れ図
である。 図において、 １・・・論理アドレス判定手段、 ２・・・テーブル変換手段、 ３・・・サーチ変換手段、 ４・・・管理表、 ５・・・バンクアップファイル入出力処理手段、６・・
・バックアップファイル、 ７・・・論理的な領域、 ８・　・　・実メモリ、 ９・・・管理域、 １０・・・実メモリ起点アドレス、 ９１・・・論理アドレス、 ９２・・・戊寅アドレスである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 論理アドレスで示される領域と実メモリ上の領域とを対
   応づける管理表を論理アドレスで参照することにより論
   理アドレスから実アドレスへの変換を行うテーブル変換
   手段と、 実メモリ上の領域を連鎖探索して実メモリ上の領域が論
   理アドレスで示される領域に対応するか否かを調べるこ
   とにより論理アドレスから実アドレスへの変換を行うサ
   ーチ変換手段と、 指定された論理アドレスが論理アドレスで示される全領
   域中において前記テーブル変換手段により実アドレスに
   変換される領域内の論理アドレスであるか前記サーチ変
   換手段により実アドレスに変換される領域内の論理アド
   レスであるかを判定しこの判定結果に基づいて前記テー
   ブル変換手段および前記サーチ変換手段のいずれか一方
   を起動する論理アドレス判定手段と、 を有することを特徴とする論理アドレスから実アドレス
   への変換方式。