JPH0366695B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明は電子計算機において、記憶領域を管理
する記憶領域管理方式に関する。

〔発明の技術的背景とその問題点〕

電子計算機は与えられたプログラムに従つて計
算を行う場合、この計算結果を記憶部に記憶させ
ながら処理を進める。

この電子計算機の構成は図示しないがプログラ
ムに従つて計算を行うCPU、計算結果を記憶す
るための記憶部（メモリ）、計算結果をメモリに
書込む動作を管理する管理部より成つており、第
３図はメモリの記憶領域を管理する動作のフロー
図である。先ずCPUが計算結果に基いて書込む
べき記憶領域を要求すると（第３図３１）、管理
部が要求量と記憶部の空き領域の量を比較する
（第３図３２）。そして空き領域が不足する場合
は、既に書込まれた使用済の不必要な領域部分を
回収する（第３図３３）。そして回収部分（空き
領域）が、要求量を上回ると（第３図３４）、順
次計算結果が書込まれ（第３図３５）、下回ると
書込み不可能としてオーバーフローとなる（第３
図３６）。

この第３図ステツプ33に該当する不要領域回収
作業は、メモリに対しどのような記憶領域割り当
て方式、不要領域回収方式を採用しても多くの実
行時間を要する。第４図はメモリの領域割り当て
と不要領域回収を説明するための記憶部の図であ
る。今CPUより Ａ＄＝“α” Ｂ＄＝“β” と云うデータが送られると、これは管理部の指示
により第４図ａに示す様にメモリ１１の先頭アド
レスから順次書込まれる。又メモリ１１へ書込ま
れたデータ（計算結果）のアドレスを示すポイン
タ１２には上記α、βの格納番地が書込まれる。

次にCPUによる処理が進んだ結果として Ａ＄＝“γ” Ｂ＄＝“δ” と云うデータが更に送られると、これも第４図ｂ
に示す様にメモリ１１へ書込まれ、同時にうポイ
ンタ１２のＡ＄、Ｂ＄のアドレスも書換えられ
る。こうして第４図ｂの格納状態で未使用領域が
無くなつた不要領域回収の必要が生じた時、上記
管理部はポインタのアドレスに格納される“γ”、
“δ”はＡ＄、Ｂ＄の最新データであり、今後も
使いわける可能性がある為、そのままにしてお
く。一方、ポインタのアドレスでは指示されてい
ないデータ、例えば上記の“α”、“β”は今後使
われる可能性の無いデータ（不要領域）としてク
リヤして回収され（一箇所に集められ）、このエ
リヤに上記“γ”“δ”及び新たに送られた計算
結果ご書込まれる。この回収作業では管理部はポ
インタのアドレスを調べ、このアドレス以外に格
納されたデータを検出する動作、クリヤする動
作、一箇所に回収してデータを書込む動作が必要
となる為、多大な処理時間を要した。又第４図
ａ，ｂに示すメモリ内の各データに、使用された
（読み出された）回数を記録するリフアレンスカ
ウント方式も採用されており、この際管理部は各
データの使用回数を調べ、その数の低いものを不
必要領域としてクリヤして回収する。しかしこの
場合も回数のサーチ動作、クリヤ動作、一箇所に
回収する動作、使用データを書込む動作に多大な
処理時間を要した。

この事よりメモリに対し、管理部が不要領域回
収を実行中、電子計算機本来の処理（CPUの計
算処理）は、メモリが使用出来ない為一時的に停
止する。従つて、ある期間は連続してCPUに処
理（計算）を行わせたい場合、つまりリアルタイ
ムな情報が欲しい場合に問題となる。例えばユー
ザプログラム（Lisp言語）によりCPUが動作し、 Loop → ｜ ｜ ｜ ―（disap，絵） （appear，絵） ……(1) 等の命令語に従つて、デイスプレイ上に図形を移
動表示させたい場合、順次移動すべき図形の座標
をメモリに書込まねばならない。このとき、未使
用領域が不足すると不要領域回収作業が行われる
が、この作業にはメモリ量に応じて五秒〜数十秒
要する為、デイスプレイ上を移動中の図形が途中
でかなりの時間停止してしまう。この停止動作は
デイスプレイを見ているユーザにとつて、見ずら
く不快感を覚えるという欠点が有つた。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、不要域回収作業を一時的に回
避する事により、リアルタイム処理を連続して行
わせる方式を提供することにある。

〔発明の概要〕

本発明はプログラムに基いて所定の計算処理を
行いこの計算結果及びそのデータ量を求め、求め
られた計算結果を第１の記憶手段（平常時記憶領
域）に記憶し、第１の記憶手段の未使用領域量を
検出し、この未使用領域量の範囲内に新たに求め
られた計算結果が記憶され得るか否かを判断し、
この結果含まれると判断した場合は新たに求めら
れた計算結果を前記第１の記憶手段に書込み、含
まれないと判断した場合は所定の計算処理を一時
停止し第１の記憶手段において既に計算結果の記
憶された領域のうちの不要領域を検出し、この領
域を回収する記憶領域管理方式において、 計算結果を記憶するための第２の記憶手段（延
期指定時拡張領域）を設け、所定の計算処理の停
止を所望しない場合に予め停止を行わないことを
例えばプログラムに対し命令語等により指示し、
新たに求められた計算結果が第１の記憶手段に記
憶され得ないと判断した場合に不要領域の回収を
行わずに第２の記憶手段にこの計算結果を記憶す
ることを特徴とする記憶領域管理方式である。

〔発明の効果〕

本発明によれば、不要領域回収作業を一時的に
回避する事により、リアルタイム処理を連続して
行う事が可能となり、例えば動画的デイスプレイ
表示等を切れ目なくスムーズに行う事が出来る等
その実用的利点は絶大である。

〔発明の実施例〕

以下本発明の一実施例を図面を参照して説明す
る。第１図は本発明の一実施例装置の概略構成図
である。この実施例装置において制御部４は
CPU１、境界管理装置２、メモリ３より成る。
CPU１は入力部５より与えられたユーザプログ
ラムに従い、所定の計算を順次実行する。そして
その計算結果に対する要求記憶量（後述するメモ
リ３内において格納に使用されるビツト数）を算
出し、この数を計算結果と共に境界管理装置２へ
送る。境界管理装置２は計算結果をメモリ３内の
平常時記憶領域７（後述する）へ格納すると共に
平常時記憶領域７の規定された最大記憶量から計
算結果に対する要求記憶量を減算する。こうして
未使用記憶領域量の算出と計算結果の書込みが順
次行われる。この処理が順次行われた未、未使用
記憶領域量が０（ゼロ）もしくは−（マイナス）に
なつた時、メモリ３内の延期指定時拡張領域８の
最大記憶量（これも規定されている）からCPU
１からの要求記憶量を減産すると共に、CPU１
より送られた計算結果を新たに延期指定時拡張領
域８へ書込む。メモリ３はCPU１より行なわれ
た計算結果を通常時に書込むための平常時記憶領
域７と、この平常時記憶領域７がすべて使用され
た（書込まれて未使用領域が無くなつた）時に、
予備の記憶領域として一時的に用いられる延期指
定時拡張領域８より成る。こうして延期指定時拡
張領域にも上述と同様に順次計算結果が書込ま
れ、その未使用領域が無くなつた時（算出結果が
０以下になつた時）境界管理装置２は不要領域回
収を行なう。この不要領域回収は、上述した動作
により使用済不要データの格納エリヤを全てクリ
ヤし、使用中データを順次平常時記憶領域の１番
地から書き込むものである。（従つて使用中デー
タは平常時記憶領域７の１番地から順次格納され
た事になる）。そして境界管理装置２は記憶領域
の境界を平常時記憶領域３のものへ戻す（つまり
平常時記憶領域の最大記憶量から使用中データ数
を減算し、その数を保持する。） このメモリ３へ書込まれた計算結果（処理結
果）は順次表示部６へ表示され、ユーザに提示さ
れる。

上記実施例においては、境界管理装置２がメモ
リ３の平常時記憶領域７の未使用量を検出し、こ
れと書込み要求量とを比較する事により、延期指
定時拡張領域８まで用いる方式を採つていた。

ここで、ユーザが電子計算機に対し、不要領域
回収作業を行なつてもらいたくない（中断しな
い）プログラムに対し（例えば上記(1)のプログラ
ム）、予めLisp言語で（gbc）等の命令語を付加
する。CPU１は命令語（gbc）を検出すると境界
管理装置２に対して該プログラム実行中のみ延期
指定時拡張領域８を併用し（最大記憶量を増大さ
せ）、該プログラム終了後は、不要領域回収、記
憶領域復元を行い平常時記憶領域７のみ使用する
方式を採る事も出来る。

第２図は本発明の動作フロー図であり、この第
２図を用いて本発明の一実施例の動作を更に具体
的に説明する。

CPU１は与えられたユーザプログラムに従い
計算（処理）を実行する。例えば変数Ａに対し計
算結果がabcとするとＡ＝“abc”となる。すると
CPU１はＡ＝“abc”のデータ数（メモリに書込
まれる際に使用するビツト数）を調べ、その数３
を得る。そしてデータＡ＝“abc”とビツト数３
を境界管理装置２へ送る（第２図２１）。境界管
理装置２は平常時記憶領域７の最大量（例えば
90KB）を予め記憶しており、これとCPU１より
送られたデータのビツト数を比較する（第２図２
２）。つまり減算（90KB−3B）を行い、この値
が正であればCPU１より送られたデータを平常
時記憶領域７へ書込む（第２図２６）。この減算
及び書き込み処理を順次繰り返した後、減算値が
０又は負となつても不要領域回収を行わない（第
２図２３）。そして予め記憶してある延期指定時
拡張領域８の最大記憶量（例えば30KB）を平常
時記憶領域７の未使用量に加える（この未使用量
は０の場合も有りうる。第２図２４）。そしてこ
の加算値からCPU１より送られたデータのビツ
ト数を減算し（第２図２５）、そのデータを延期
指定時拡張領域８へ書き込む動作（平常時記憶領
域７の残りの未使用領域にも書込まれる）を上述
と同様に繰り返す（第２図２６）。そして延期指
定時記憶領域８をも使用した結果、上記減算値が
０以下となつた場合、領域オーバーフローとみな
され（第２図２７）、境界管理装置２はメモリ３
に対し使用済不要領域の回収を行う（第２図２
８）。この回収方法には色々有るが、上述した様
にデータ変数のポインタを設け、このポインタで
指示されていないアドレスに格納されたデータを
全てクリヤし、指示されているデータを順次シフ
トして平常時記憶領域３の先頭アドレスより順に
使用中データを整列させる。その後拡張された記
憶領域を平常時７に戻す。つまり境界管理装置２
には再び平常時記憶領域７の最大量（90KB）か
ら使用中データ数を引いた値が保持され、これが
以後の減算の対象値（引かれる数）とされる（第
２図２９）。

尚、本発明は上記実施例に限定されるものでは
無い。

例えば拡張領域の大きさを用途に応じ色々と設
定出来る。又平常時記憶領域と拡張領域はメモリ
内で物理的に隣接している必要はなく、記憶すべ
きデータの構造等により適宜変形して実施でき
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のブロツク構成図、
第２図は本発明の一実施例の動作フロー図、第３
図は従来の記憶領域管理方式の動作フロー図、第
４図は不要領域回収を説明するための図である。 １……CPU、２……境界管理装置、３……メ
モリ、４……制御部、５……入力部、６……出力
部、７……平常時記憶領域、８……延期指定時拡
張領域。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ プログラムに基いて所定の計算処理を行いこ
   の計算結果及びそのデータ量を求め、求められた
   計算結果を第１の記憶手段に記憶し、前記第１の
   記憶手段の未使用領域量を検出し、この未使用領
   域量の範囲内に新たに求められた計算結果が記憶
   され得るか否かを判断し、この結果含まれると判
   断した場合は新たに求められた計算結果を前記第
   １の記憶手段に書込み、含まれないと判断した場
   合は前記所定の計算処理を一時停止し前記第１の
   記憶手段において既に計算結果の記憶された領域
   のうち不要領域を検出し、この領域を回収する記
   憶領域管理方式において、 計算結果を記憶するための第２の記憶手段を設
   け、前記所定の計算処理の停止を所望しない場合
   に予め停止を行わないことを指示し、新たに求め
   られた計算結果が前記第１の記憶手段に記憶され
   得ないと判断した場合に不要領域の回収を行わず
   に前記第２の記憶手段にこの計算結果を記憶する
   ことを特徴とする記憶領域管理方式。 ２ 所定の計算処理の停止を行わないことの指示
   は、プログラムに対し停止を行わないことを表わ
   す命令語を付加するものであることを特徴とする
   特許請求の範囲第１項記載の記憶領域管理方式。