JPH02120950A - メモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式 - Google Patents
メモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式Info
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- JPH02120950A JPH02120950A JP63273691A JP27369188A JPH02120950A JP H02120950 A JPH02120950 A JP H02120950A JP 63273691 A JP63273691 A JP 63273691A JP 27369188 A JP27369188 A JP 27369188A JP H02120950 A JPH02120950 A JP H02120950A
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- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 title abstract description 16
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 9
- 239000012634 fragment Substances 0.000 description 9
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 4
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
- 238000004519 manufacturing process Methods 0.000 description 1
- 230000006386 memory function Effects 0.000 description 1
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (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）
本発明は情報処理システムのメモリダンプファイルアク
セス時のアドレス変換方式に関する。
セス時のアドレス変換方式に関する。
仮想記憶機能を持つコンピュータシステムにおいては、
一般に仮想記憶空間を幾つかに分割して管理している。
一般に仮想記憶空間を幾つかに分割して管理している。
分割は一様でなく、まず大きな単位で分割し、分割され
た空間の断片は、それより小さい単位で再び分割され、
それがさらに分割されるという具合に階層的に行わわる
。仮想記憶空間を管理するためのテーブルも第３図のよ
うに階層的に設けられる。即ち最も大きな単位で分割さ
れた階層（これを階層１と呼ぶことにする）に対応する
管理テーブルは、最も大きな断片の数に等しい要素を持
ち、各要素は各断片と１対１に対応している。また、各
要素は対応する断片に含まれる階層２の断片（階層１の
断片を分割してできた断片）を管理するためのテーブル
が存在する場所を示している。この関係は階層２以下の
管理テーブルにも適用される。最下層の管理テーブルは
最も小さい断片（セグメントまたはページと呼ばれる）
を管理しており、各要素に対応するセグメント（または
ページ）が実記憶空間中に存在する場合は存在場所を実
記憶空間上のアドレス（実アドレス）で示している。
た空間の断片は、それより小さい単位で再び分割され、
それがさらに分割されるという具合に階層的に行わわる
。仮想記憶空間を管理するためのテーブルも第３図のよ
うに階層的に設けられる。即ち最も大きな単位で分割さ
れた階層（これを階層１と呼ぶことにする）に対応する
管理テーブルは、最も大きな断片の数に等しい要素を持
ち、各要素は各断片と１対１に対応している。また、各
要素は対応する断片に含まれる階層２の断片（階層１の
断片を分割してできた断片）を管理するためのテーブル
が存在する場所を示している。この関係は階層２以下の
管理テーブルにも適用される。最下層の管理テーブルは
最も小さい断片（セグメントまたはページと呼ばれる）
を管理しており、各要素に対応するセグメント（または
ページ）が実記憶空間中に存在する場合は存在場所を実
記憶空間上のアドレス（実アドレス）で示している。
また、データ等のアクセスを行う場合、目的とするデー
タ等の位置は仮想記憶空間上のアドレス（仮想アドレス
）によって指定される。仮想アドレスは、第２図に示す
ように、各階層毎の対応する断片の番号（これは対応す
る管理テーブル中の要素の番号でもある）を含んでいる
。実際にデータ等のアクセスを行う場合は指定された仮
想アドレスを実アドレスに変換する操作が必要となる。
タ等の位置は仮想記憶空間上のアドレス（仮想アドレス
）によって指定される。仮想アドレスは、第２図に示す
ように、各階層毎の対応する断片の番号（これは対応す
る管理テーブル中の要素の番号でもある）を含んでいる
。実際にデータ等のアクセスを行う場合は指定された仮
想アドレスを実アドレスに変換する操作が必要となる。
このアドレス変換操作は、第３図に示すように、各階層
毎の管理テーブルを辿ることにより行われる。この操作
は、主記憶装置全体の内容をそのままのイメージで出力
して作成したファイル（メモリダンプファイル）から仮
想アドレスを指定してデータ等を取り出す際にも同様に
必要となる。
毎の管理テーブルを辿ることにより行われる。この操作
は、主記憶装置全体の内容をそのままのイメージで出力
して作成したファイル（メモリダンプファイル）から仮
想アドレスを指定してデータ等を取り出す際にも同様に
必要となる。
従来のメモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス
変換方式では、まず階層１の管理テーブルをメモリダン
プファイルから人力し、与えられた仮想アドレスに含ま
れる対応する階層の断片番号により対応するテーブル要
素を取り出し、次の階層の管理テーブルの場所を得て、
それを人力するという操作をセグメント（またはページ
）に達するまで繰り返す。そのセグメント（またはペー
ジ）が以前に参照したことがあっても同様の操作を行っ
ていた。
変換方式では、まず階層１の管理テーブルをメモリダン
プファイルから人力し、与えられた仮想アドレスに含ま
れる対応する階層の断片番号により対応するテーブル要
素を取り出し、次の階層の管理テーブルの場所を得て、
それを人力するという操作をセグメント（またはページ
）に達するまで繰り返す。そのセグメント（またはペー
ジ）が以前に参照したことがあっても同様の操作を行っ
ていた。
上述した従来のメモリダンプファイルアクセスにおける
アドレス変換方式では、仮想アドレスを実アドレスに変
換する際に、目的とする仮想アドレスを含むセグメント
（またはページ）が以前に参照されたか否かに関係無く
毎回各階層毎の管理テーブルをメモリダンプファイルか
ら人力していたため、アドレス変換に時間がかかるとい
う欠点がある。
アドレス変換方式では、仮想アドレスを実アドレスに変
換する際に、目的とする仮想アドレスを含むセグメント
（またはページ）が以前に参照されたか否かに関係無く
毎回各階層毎の管理テーブルをメモリダンプファイルか
ら人力していたため、アドレス変換に時間がかかるとい
う欠点がある。
本発明のメモリダンプファイルアクセスにおけるアドレ
ス変換方式は、主記憶装置内にセグメントまたはページ
の先頭の仮想アドレスとそれに対応する実アドレスを含
むアドレス対応表をおき、面記アドレス対応表内を検索
して目的とする仮想アドレスを含むセグメントまたはペ
ージに関する仮想アドレスか存在する場合には同アドレ
ス対応表から実アドレスを得る手段と、面記検索の結果
［１的とする仮想アドレスを含むセグメントまたはペー
ジに関する仮想アドレスが見つからなかったときには、
アドレス変換を行う途中において、その中間結果として
得られるセグメントまたはページの先頭の実アドレスを
仮想アドレスと共に前記アドレス対応表に介録する手段
とを有している。
ス変換方式は、主記憶装置内にセグメントまたはページ
の先頭の仮想アドレスとそれに対応する実アドレスを含
むアドレス対応表をおき、面記アドレス対応表内を検索
して目的とする仮想アドレスを含むセグメントまたはペ
ージに関する仮想アドレスか存在する場合には同アドレ
ス対応表から実アドレスを得る手段と、面記検索の結果
［１的とする仮想アドレスを含むセグメントまたはペー
ジに関する仮想アドレスが見つからなかったときには、
アドレス変換を行う途中において、その中間結果として
得られるセグメントまたはページの先頭の実アドレスを
仮想アドレスと共に前記アドレス対応表に介録する手段
とを有している。
目的とするデータ等を含むセグメント（またはページ）
が以前に参照されたものである場合にはアドレス対応表
内から実アドレスを得るので、アドレス変換時のファイ
ルからの人力回数が減少する。
が以前に参照されたものである場合にはアドレス対応表
内から実アドレスを得るので、アドレス変換時のファイ
ルからの人力回数が減少する。
次に、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。
。
第１図は本発明のメモリダンプファイルアクセスにおけ
るアドレス変換方式の一実施例の構成を表す図である。
るアドレス変換方式の一実施例の構成を表す図である。
本実施例は、主記憶装置６内におかれ、セグメント（ま
たはページ）の先端の仮想アドレスとそれに対応する実
アドレスを含むアドレス対応表７と、端末装置から編集
出方するデータ等の仮想アドレスを入力するための仮想
アドレス人力手段１と、主記憶装置６内に置かれたアド
レス対応表７内に目的とするデータ等を含むセグメント
（またはページ）の仮想アドレスが存在するがを検索す
るアドレス対応表検索手段２と、アドレス対応表７内に
目的とするデータ等を含むセグメント（またはページ）
に関する仮想アドレスが存在しなかった場合に仮想アド
レスを実アドレスに変換してその対応をアドレス対応表
７に登録するアドレス対応表登録手段３と、検索手段２
で得られたセグメント（またはページ）の実アドレスが
ら目的とするデータ等の実アドレスを求め、メモリダン
プファイル８から目的とするデータ等を読み込むデータ
読込み手段４と、読み込んだデータ等を編集出力するデ
ータ出力手段５から構成される。
たはページ）の先端の仮想アドレスとそれに対応する実
アドレスを含むアドレス対応表７と、端末装置から編集
出方するデータ等の仮想アドレスを入力するための仮想
アドレス人力手段１と、主記憶装置６内に置かれたアド
レス対応表７内に目的とするデータ等を含むセグメント
（またはページ）の仮想アドレスが存在するがを検索す
るアドレス対応表検索手段２と、アドレス対応表７内に
目的とするデータ等を含むセグメント（またはページ）
に関する仮想アドレスが存在しなかった場合に仮想アド
レスを実アドレスに変換してその対応をアドレス対応表
７に登録するアドレス対応表登録手段３と、検索手段２
で得られたセグメント（またはページ）の実アドレスが
ら目的とするデータ等の実アドレスを求め、メモリダン
プファイル８から目的とするデータ等を読み込むデータ
読込み手段４と、読み込んだデータ等を編集出力するデ
ータ出力手段５から構成される。
仮想アドレス人力手段１によって端末装置等から入力さ
れた仮想アドレスは第２図に示すように目的とするデー
タ等か各階層のどの分割９位に属しているかを示す階層
毎の分割番号を含んでいる。次に、人力した仮想アドレ
スの階層１から階層ｎの分割番号とアドレス対応表７の
各項目内に置かわた仮想アドレスの階層１から階層ｎの
分割番号を各項目に比較していく。階層１から階層ｎま
での全ての分割番号か一致する項目が見つかった場合は
同−項目内にある対応する実アドレスを取り出す。ここ
で得られた実アドレスは目的どするデータ等を含むセグ
メント（またはページ）の先頭の実アドレスである。ア
ドレス対応表７内を検索して階層１から階層ｎまでの分
割番号の全てが一致する項目が見つからなかった場合は
、ファイルから階層１の管理テーブルを人力し、仮想ア
ドレス内の階層１の分割番号の対応するエントリから階
層２の管理テーブルの実アドレスを得る。
れた仮想アドレスは第２図に示すように目的とするデー
タ等か各階層のどの分割９位に属しているかを示す階層
毎の分割番号を含んでいる。次に、人力した仮想アドレ
スの階層１から階層ｎの分割番号とアドレス対応表７の
各項目内に置かわた仮想アドレスの階層１から階層ｎの
分割番号を各項目に比較していく。階層１から階層ｎま
での全ての分割番号か一致する項目が見つかった場合は
同−項目内にある対応する実アドレスを取り出す。ここ
で得られた実アドレスは目的どするデータ等を含むセグ
メント（またはページ）の先頭の実アドレスである。ア
ドレス対応表７内を検索して階層１から階層ｎまでの分
割番号の全てが一致する項目が見つからなかった場合は
、ファイルから階層１の管理テーブルを人力し、仮想ア
ドレス内の階層１の分割番号の対応するエントリから階
層２の管理テーブルの実アドレスを得る。
階層２の管理テーブルの実ア１〜レスをファイル上のア
ドレスに変換し階層２の管理テーブルを人力する。仮想
アドレス内の階層２の分割番号に対応するテーブルエン
トリを取り出し階層３の管理テーブルの実アドレスを得
る。この操作を階層ｎまで縁り返して［］的とするデー
タ等を含むセグメント（またはページ）の先頭の実アド
レスを得る。このようにして得られた実アドレスを階層
１から階層ｎまでの分割番号と共にアドレス対応表７に
登録する。
ドレスに変換し階層２の管理テーブルを人力する。仮想
アドレス内の階層２の分割番号に対応するテーブルエン
トリを取り出し階層３の管理テーブルの実アドレスを得
る。この操作を階層ｎまで縁り返して［］的とするデー
タ等を含むセグメント（またはページ）の先頭の実アド
レスを得る。このようにして得られた実アドレスを階層
１から階層ｎまでの分割番号と共にアドレス対応表７に
登録する。
上記の手順で得られた［１的とするデータ等を含むセグ
メント（またはページ）の先頭の実アドレスに最小分割
１１位内での相対位置を加え、目的とするデータ等の実
アドレスを得る。この実アドレスをファイル８トの位置
に変換し［」的とするデータ等を読み込む。次に読み込
んた［１的のデータ等を編集し端末装置等に出力する。
メント（またはページ）の先頭の実アドレスに最小分割
１１位内での相対位置を加え、目的とするデータ等の実
アドレスを得る。この実アドレスをファイル８トの位置
に変換し［」的とするデータ等を読み込む。次に読み込
んた［１的のデータ等を編集し端末装置等に出力する。
再び端末装置等から仮想アドレスを入力する。
仮想アドレスの代わりに終了要求が入力された場合は直
ちに終了する。
ちに終了する。
以上説明したように本発明は、１度参照したセグメント
（またはページ）の仮想アドレスおよび実アドレスの対
応を主記憶装置内においたアドレス対応表に登録し、目
的とするデータ等を含むセグメント（またはページ）が
以前に参照されたものである場合にはアドレス対応表内
がら実アドレスを得るようにすることにより、アドレス
変換時のファイルからの人力回数が減少しくアドレス対
応表から実アドレスが得られた場合にはアドレス変換に
おけるファイル人力回数は０となる）、アドレス変換を
迅速に行うことができるという効果がある。
（またはページ）の仮想アドレスおよび実アドレスの対
応を主記憶装置内においたアドレス対応表に登録し、目
的とするデータ等を含むセグメント（またはページ）が
以前に参照されたものである場合にはアドレス対応表内
がら実アドレスを得るようにすることにより、アドレス
変換時のファイルからの人力回数が減少しくアドレス対
応表から実アドレスが得られた場合にはアドレス変換に
おけるファイル人力回数は０となる）、アドレス変換を
迅速に行うことができるという効果がある。
第１図は本発明のメモリダンプファイルアクセスにおけ
るアドレス変換方式の一実施例の構成を示す図、第２図
は仮想アドレス内に階層毎に分割番号が含まれているこ
とを概念的に表わす図、第３図は階層的に分割された仮
想記憶空間が各階層１１１に置かれた管理テーブルのチ
ェーンにより管理されているＩＪ ｆと目的とするデー
タ等の実アドレスを得るには各階層毎の管理デープルを
辿って行われることを示す図である。 １・・・・・−仮想アトレス人力丁段、２・・・・・・
アドレス対応表検索手段、３・・・・・・アドレス対応
表登録手段、４・・・・・・データ読み込み手段、 ５・・・・・・データ編集出力手段、 ６・・・・・・主記憶装置、 ７・・・・・・アドレス対応表、 ８・・・・・・メモリダンプファイル。
るアドレス変換方式の一実施例の構成を示す図、第２図
は仮想アドレス内に階層毎に分割番号が含まれているこ
とを概念的に表わす図、第３図は階層的に分割された仮
想記憶空間が各階層１１１に置かれた管理テーブルのチ
ェーンにより管理されているＩＪ ｆと目的とするデー
タ等の実アドレスを得るには各階層毎の管理デープルを
辿って行われることを示す図である。 １・・・・・−仮想アトレス人力丁段、２・・・・・・
アドレス対応表検索手段、３・・・・・・アドレス対応
表登録手段、４・・・・・・データ読み込み手段、 ５・・・・・・データ編集出力手段、 ６・・・・・・主記憶装置、 ７・・・・・・アドレス対応表、 ８・・・・・・メモリダンプファイル。
Claims (1)
- １、主記憶内にセグメントまたはページの先頭の仮想ア
ドレスとそれに対応する実アドレスを含むアドレス対応
表をおき、前記アドレス対応表内を検索して目的とする
仮想アドレスを含むセグメントまたはページに関する仮
想アドレスが存在する場合には同アドレス対応表から実
アドレスを得る手段と、前記検索の結果目的とする仮想
アドレスを含むセグメントまたはページに関する仮想ア
ドレスが見つからなかったときには、アドレス変換を行
う途中において、その中間結果として得られるセグメン
トまたはページの先頭の実アドレスを仮想アドレスと共
に前記アドレス対応表に登録する手段とを有する、メモ
リダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63273691A JPH02120950A (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | メモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63273691A JPH02120950A (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | メモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02120950A true JPH02120950A (ja) | 1990-05-08 |
Family
ID=17531211
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63273691A Pending JPH02120950A (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | メモリダンプファイルアクセスにおけるアドレス変換方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH02120950A (ja) |
-
1988
- 1988-10-28 JP JP63273691A patent/JPH02120950A/ja active Pending
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