JPH0392941A - 領域管理方式 - Google Patents
領域管理方式Info
- Publication number
- JPH0392941A JPH0392941A JP1229197A JP22919789A JPH0392941A JP H0392941 A JPH0392941 A JP H0392941A JP 1229197 A JP1229197 A JP 1229197A JP 22919789 A JP22919789 A JP 22919789A JP H0392941 A JPH0392941 A JP H0392941A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- level
- area
- bits
- bit
- areas
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
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，データ処理装置竺の作業領域を動的に確保・
解放するシステムの作業領域管理方式に関する。
解放するシステムの作業領域管理方式に関する。
データ処理装置内の作業領域を動的に確保・解放する方
式として、例えば、特開昭５８−１６４０１１０号公報
に示されるように，作業領域の最小単位のセルを定め、
上記セルが空き状態か否かの管理情報を持ち、上記セル
が単独で空きの状態の時は１、上記セルが連続して空き
状態の時は連続する個数、上記セルが使用中の時はＯと
して管理する方式がある。
式として、例えば、特開昭５８−１６４０１１０号公報
に示されるように，作業領域の最小単位のセルを定め、
上記セルが空き状態か否かの管理情報を持ち、上記セル
が単独で空きの状態の時は１、上記セルが連続して空き
状態の時は連続する個数、上記セルが使用中の時はＯと
して管理する方式がある。
上記従来技術は、未使用領域を管理する領域として，セ
ル数×１ （バイト）が必要であり、領域の確保と解放
に際し、最大セル数分のバイトの領域の変更を同時に行
う必要がある。また、１バイト／エントリで空きの管理
を行うため、管理できる領域の最大サイズが２５５×セ
ル１つ分のサイズ（バイト）で限定されてしまう． 本発明の目的は、領域の管理を階層化したビットマップ
で管理することで，確保，解放時に変更するサイズは最
大で、上位レベルに対しては１ビット、下位レベルに対
しては，上位階層に対応するエントリ数分のビット数、
最小ではｌビットとし、高速な領域管理を実現でき、ま
た、各階層で管理するエントリ数と階層数を変えること
で、システムに合った領域が設定でき、最大２ Ｇ Ｂ
（ギガバイト）まで拡張して管理できるようにするこ
とにある。
ル数×１ （バイト）が必要であり、領域の確保と解放
に際し、最大セル数分のバイトの領域の変更を同時に行
う必要がある。また、１バイト／エントリで空きの管理
を行うため、管理できる領域の最大サイズが２５５×セ
ル１つ分のサイズ（バイト）で限定されてしまう． 本発明の目的は、領域の管理を階層化したビットマップ
で管理することで，確保，解放時に変更するサイズは最
大で、上位レベルに対しては１ビット、下位レベルに対
しては，上位階層に対応するエントリ数分のビット数、
最小ではｌビットとし、高速な領域管理を実現でき、ま
た、各階層で管理するエントリ数と階層数を変えること
で、システムに合った領域が設定でき、最大２ Ｇ Ｂ
（ギガバイト）まで拡張して管理できるようにするこ
とにある。
上記目的を達或するために、システムで使用する全体の
領域に対して、使用する領域の最小サイズを定め，最小
サイズの領域１個に対し、ｌっのビットで領域が使用中
か否かを管理し、連続した上記最小サイズの領域ｎ個に
対し、上位レベルの管理情報として１つのビットで領域
が使用中か否か管理して階層構造を持たせ、作業領域の
確保と解放時に変更する管理情報の位置を明確にする。
領域に対して、使用する領域の最小サイズを定め，最小
サイズの領域１個に対し、ｌっのビットで領域が使用中
か否かを管理し、連続した上記最小サイズの領域ｎ個に
対し、上位レベルの管理情報として１つのビットで領域
が使用中か否か管理して階層構造を持たせ、作業領域の
確保と解放時に変更する管理情報の位置を明確にする。
κ番目の下位レベルの領域に対する上位レベルのビット
位置は↓ｌ÷ｎ↓＋ｌで求めることができる。
位置は↓ｌ÷ｎ↓＋ｌで求めることができる。
下位レベルのビット（下位サイズの領域）を使用すると
、対応する上位レベルのビット（上位サイズの領域〉も
使用中の状態とし、上位レベルのビットを使用すると対
応する下位レベルの全てのビットも同時に使用中の状態
としたものである。
、対応する上位レベルのビット（上位サイズの領域〉も
使用中の状態とし、上位レベルのビットを使用すると対
応する下位レベルの全てのビットも同時に使用中の状態
としたものである。
本発明におけるビットマップの管理では、あるレベルの
領域を使用すると，上下両方のレベルの対応するビット
マップの全てのビットを使用中の状態とし，異なるレベ
ルでの割当てに対し、使用禁示状態とし、領域の解放時
には、上位レベルのビットに対応する全ての当該レベル
のビットが未使用となった場合に、ビット操作のみで、
その上位レベルを未使用とすると同時に、下位レベルに
対しても，対応するエントリ全てを未使用状態とするの
で、無効な作業領域が発生しない。
領域を使用すると，上下両方のレベルの対応するビット
マップの全てのビットを使用中の状態とし，異なるレベ
ルでの割当てに対し、使用禁示状態とし、領域の解放時
には、上位レベルのビットに対応する全ての当該レベル
のビットが未使用となった場合に、ビット操作のみで、
その上位レベルを未使用とすると同時に、下位レベルに
対しても，対応するエントリ全てを未使用状態とするの
で、無効な作業領域が発生しない。
以下、本発明の一実施例を図面により説明する。
第↓図はビットマップの階層は使用する領域により、任
意に設定できるが、本例では、領域サイズ５１０４バイ
トを使用する最大サイズと定め、３階層で管理している
．第１階層はｎ面（１〜ｎ）．第２階層は第１階層の中
にｍ面（１１〜ｌｍ）。
意に設定できるが、本例では、領域サイズ５１０４バイ
トを使用する最大サイズと定め、３階層で管理している
．第１階層はｎ面（１〜ｎ）．第２階層は第１階層の中
にｍ面（１１〜ｌｍ）。
第３階層は第２Ｎ層の中にＱ面（工１１〜ｌｌｆｌ）と
なる（領域管理部）６ そこで，階層ビットマップの構或は３レベルとし、レベ
ル１のビット数Ｘｍ （ｎｍビット）をレベル２のビッ
ト数、レベル２のビット数×Ｑ（ｎｍＱビット）をレペ
ル３のビット数としている（ビットマップ管理部）。す
なわち、レベル１のビット数Ｘｒｒ＋Ｑ個の最下位レベ
ルの領域がレベル１中に割当て可能となる。また、本実
施例ではレベル３は１〜６４バイト、レベル２は６５〜
６２４バイト、レベル３は、６２５〜５■０４バイトの
領域の割当てに使用できる。
なる（領域管理部）６ そこで，階層ビットマップの構或は３レベルとし、レベ
ル１のビット数Ｘｍ （ｎｍビット）をレベル２のビッ
ト数、レベル２のビット数×Ｑ（ｎｍＱビット）をレペ
ル３のビット数としている（ビットマップ管理部）。す
なわち、レベル１のビット数Ｘｒｒ＋Ｑ個の最下位レベ
ルの領域がレベル１中に割当て可能となる。また、本実
施例ではレベル３は１〜６４バイト、レベル２は６５〜
６２４バイト、レベル３は、６２５〜５■０４バイトの
領域の割当てに使用できる。
第２図は，作業領域の割当てをレベルｌに対して１回（
１），レベル２に対して２回（２■，２３）、レベル３
に対して２回（２２１，２２２）行った時の状態を表わ
している。割当て順はレベル■，レベル２，レベル３，
レベル２，レベル３である。本実施例においては、使用
できる最大サイズの領域（レベルｌ）の個数をｎとした
場合、各レベルで使用可能な領域の数はそれぞれ、レベ
ル■： ｎ個 レベル２：ｍＸｎ個 レベルａ： ＱＸｍＸｎ個 となる（各レベルのビット数に対応する）。
１），レベル２に対して２回（２■，２３）、レベル３
に対して２回（２２１，２２２）行った時の状態を表わ
している。割当て順はレベル■，レベル２，レベル３，
レベル２，レベル３である。本実施例においては、使用
できる最大サイズの領域（レベルｌ）の個数をｎとした
場合、各レベルで使用可能な領域の数はそれぞれ、レベ
ル■： ｎ個 レベル２：ｍＸｎ個 レベルａ： ＱＸｍＸｎ個 となる（各レベルのビット数に対応する）。
実際に，作業領域の確保（ＧＥＴＭＡＩＮ）要求があっ
た場合の処理を第３図で説明する。まず要求サイズに最
も近い領域のレベルを求め（３０１）、ビットマップの
レベルにより（３０２）．最左端から順に、未使用中の
ビットをサーチする（３０３，３０７，３１１）。ビッ
トのサーチは、例えば周知の命令テｔＦ＋ ルＴ Ｒ
Ｔ （ＴＲＡＮＳＬＡＴＥ ＡＮＤＴＥＳＴ）の１命令
で実現できる。未使用中のビットを求めたら、当該ビッ
トを使用中（オフ）にかえ（３０４，３０８，３１２）
、このビット位置に対応する領域のアドレスを要求元
に渡す（３ １ ５）。
た場合の処理を第３図で説明する。まず要求サイズに最
も近い領域のレベルを求め（３０１）、ビットマップの
レベルにより（３０２）．最左端から順に、未使用中の
ビットをサーチする（３０３，３０７，３１１）。ビッ
トのサーチは、例えば周知の命令テｔＦ＋ ルＴ Ｒ
Ｔ （ＴＲＡＮＳＬＡＴＥ ＡＮＤＴＥＳＴ）の１命令
で実現できる。未使用中のビットを求めたら、当該ビッ
トを使用中（オフ）にかえ（３０４，３０８，３１２）
、このビット位置に対応する領域のアドレスを要求元
に渡す（３ １ ５）。
また，同時に該当する領域の上下両方のレベルのビット
も使用中とする．上位レベルに対しては対応する１ビッ
トを使用中とし（３０９，３１３，３１４）、下位のビ
ットに対しては、対応する全てのビットを使用中とする
（３０５，３０６，３１０）＠ 例えば、レベル１の領域を工個使用した場合、使用中と
なるビットは，レベル１では割当てた領域分の１ビット
。さらに、レベル２での対応するｍビット，レベル３で
はｍＱビットを対応するビット列に対し、使用中とする
。レベル２を割当てた場合は、上位レベルのレベル１に
対して■ビット、下位のレベル３に対してはαビットを
使用中とする．レベル３に割当てた場合は，レベル１，
レベル２共に１ビットを使用中とする。
も使用中とする．上位レベルに対しては対応する１ビッ
トを使用中とし（３０９，３１３，３１４）、下位のビ
ットに対しては、対応する全てのビットを使用中とする
（３０５，３０６，３１０）＠ 例えば、レベル１の領域を工個使用した場合、使用中と
なるビットは，レベル１では割当てた領域分の１ビット
。さらに、レベル２での対応するｍビット，レベル３で
はｍＱビットを対応するビット列に対し、使用中とする
。レベル２を割当てた場合は、上位レベルのレベル１に
対して■ビット、下位のレベル３に対してはαビットを
使用中とする．レベル３に割当てた場合は，レベル１，
レベル２共に１ビットを使用中とする。
第４図では，領域の解放（ＦＲＰ．曲ＡＩＮ）要求時の
流れを説明する。まず，解放要求のあった領域に対応す
るレベルのビット位置を求め（４０１）、そのレベルの
ビット（４ ０ ２）を未使用の状態に戻す（４０３，
４０６．４ ｔｏ）。また同時に、当該レベルより下位
に階層が存在する時は対応するビットをｍビット（４０
４，４０７）さらに下位にはｍＱビット（４ ０ ５）
を未使用の状態にする。また、上位に階層が存在する場
合は、当該レベルのビットが全て（ｍまたは、悲ビット
連続して）、未使用状態であることを確認して（４ ０
８ ，４１１．，４１３）、対応する上位のビットを
未使用状ＩＩＭにする（４０９，４１２，４１４）。こ
れで無効領域は発生しなくなる。
流れを説明する。まず，解放要求のあった領域に対応す
るレベルのビット位置を求め（４０１）、そのレベルの
ビット（４ ０ ２）を未使用の状態に戻す（４０３，
４０６．４ ｔｏ）。また同時に、当該レベルより下位
に階層が存在する時は対応するビットをｍビット（４０
４，４０７）さらに下位にはｍＱビット（４ ０ ５）
を未使用の状態にする。また、上位に階層が存在する場
合は、当該レベルのビットが全て（ｍまたは、悲ビット
連続して）、未使用状態であることを確認して（４ ０
８ ，４１１．，４１３）、対応する上位のビットを
未使用状ＩＩＭにする（４０９，４１２，４１４）。こ
れで無効領域は発生しなくなる。
ビット操作の方法は第５図に示す様に、割当て時には、
まず要求サイズからビットマップ管理部中の該当サイズ
のビットマップ（５ ０ １）より，先頭のオンピット
を探し、その位置を知ることで、領域管理部の使用領域
のアドレスを求め、ビットオフとする（５ ０ ２）。
まず要求サイズからビットマップ管理部中の該当サイズ
のビットマップ（５ ０ １）より，先頭のオンピット
を探し、その位置を知ることで、領域管理部の使用領域
のアドレスを求め、ビットオフとする（５ ０ ２）。
次に、当該ビットの位置より、上位レベルについては、
上位レベルエエントリに含まれる当該レベルのエントリ
数よりビットマップ中の位置を求め，オフとする（５０
３）。
上位レベルエエントリに含まれる当該レベルのエントリ
数よりビットマップ中の位置を求め，オフとする（５０
３）。
これを最上位までくり返す。下位レベルについては，当
該レベル１エントリに含まれる下位レベルのエントリ数
よりビット位置を求め一括してエントリ数分オフとする
（５０３）。
該レベル１エントリに含まれる下位レベルのエントリ数
よりビット位置を求め一括してエントリ数分オフとする
（５０３）。
次に、解放時には解放するエントリ中の管理部より、該
当するレベルのビットマップ（５０４）とビット位置を
求めビットをオフとする（５０５）．さらに，当該レベ
ルのビットが上位レベルのエントリ数分連続してオフと
なった時に、対応する上位レベルのビットをオフとする
（５ ０ ６）。下位には当該レベルの１エントリ分の
エントリ数分をまとめてオフとし，それぞれ最上位、最
下位までくり返す（５ ０ ６）。また、最一ト位レベ
ルのエントリ４つ分の領域サイズの割当て要求の時は，
未使用ビットのある１バイトに対し、以下の連続４ビッ
トのマスクのチェックを行う（５０７）．１６進数で（
ＦＯ），（７８），（３（；），（ＩＥ），（ｏＦ）の
５パターンである。本例では．（７８）にマッチするの
で，このパターンをオフとして割当てを行う（５ ０
８）。
当するレベルのビットマップ（５０４）とビット位置を
求めビットをオフとする（５０５）．さらに，当該レベ
ルのビットが上位レベルのエントリ数分連続してオフと
なった時に、対応する上位レベルのビットをオフとする
（５ ０ ６）。下位には当該レベルの１エントリ分の
エントリ数分をまとめてオフとし，それぞれ最上位、最
下位までくり返す（５ ０ ６）。また、最一ト位レベ
ルのエントリ４つ分の領域サイズの割当て要求の時は，
未使用ビットのある１バイトに対し、以下の連続４ビッ
トのマスクのチェックを行う（５０７）．１６進数で（
ＦＯ），（７８），（３（；），（ＩＥ），（ｏＦ）の
５パターンである。本例では．（７８）にマッチするの
で，このパターンをオフとして割当てを行う（５ ０
８）。
本発明では、作業領域の確保，解放のくり返しがあって
も、ビットマッ゛プ操作だけで管理するので、少ないオ
ーバヘッドで作業領域の管理が実現できる。また、無効
領域が発生せず，効率の良い作業領域の管理が実現でき
る。作業領域の管理用ビットマップサイズは、 Ｑ Σ↑ｂ／（８ｘポ４）バイト ｔ＝１ 悲 である。 （ｂ＝ＴＴ４ｉ） ｉ＝１ ここで、ｂは作業領域を構成する最小サイズのエントリ
数、戒は階層に対応する最小サイズのエントリの個数、
ｎは階層数である６第１図の例で，ｎ，ｍ，Ｑを８とし
た場合は、 ５１２÷（８Ｘ１）＋５１２÷（８Ｘ８）＋５１２÷（
８ｘ８ｘ８） となり、７３バイトである。
も、ビットマッ゛プ操作だけで管理するので、少ないオ
ーバヘッドで作業領域の管理が実現できる。また、無効
領域が発生せず，効率の良い作業領域の管理が実現でき
る。作業領域の管理用ビットマップサイズは、 Ｑ Σ↑ｂ／（８ｘポ４）バイト ｔ＝１ 悲 である。 （ｂ＝ＴＴ４ｉ） ｉ＝１ ここで、ｂは作業領域を構成する最小サイズのエントリ
数、戒は階層に対応する最小サイズのエントリの個数、
ｎは階層数である６第１図の例で，ｎ，ｍ，Ｑを８とし
た場合は、 ５１２÷（８Ｘ１）＋５１２÷（８Ｘ８）＋５１２÷（
８ｘ８ｘ８） となり、７３バイトである。
第ｌ図は本発明の一実旅例での各レベル間でのビットの
対応と、作業領域中の各レベルの領域をビットに対応さ
せた関係を表わす説明図、第２図は、領域の使用状況に
よるビットマップの状態を表わす説明図，第３図は，作
業領域の確保処理説明図、第４図は解放処理を表わした
説明図、第５図はビット操作の方法を表わした説明図で
ある．１，２・・・レベル１の領域のエントリ番号，１
１，１２・−・レベル２の領域のエントリ番号，１１１
，１１２・・・レベル３の領域のエントリ番号。 筋一 １ 圀 口 四 輯 しＸル１の４負ｔ坂 しべ，，２ｏ々倶戚 ，やＬ３，桶域 弟 ３ 口 塙 ４ 口
対応と、作業領域中の各レベルの領域をビットに対応さ
せた関係を表わす説明図、第２図は、領域の使用状況に
よるビットマップの状態を表わす説明図，第３図は，作
業領域の確保処理説明図、第４図は解放処理を表わした
説明図、第５図はビット操作の方法を表わした説明図で
ある．１，２・・・レベル１の領域のエントリ番号，１
１，１２・−・レベル２の領域のエントリ番号，１１１
，１１２・・・レベル３の領域のエントリ番号。 筋一 １ 圀 口 四 輯 しＸル１の４負ｔ坂 しべ，，２ｏ々倶戚 ，やＬ３，桶域 弟 ３ 口 塙 ４ 口
Claims (1)
- １、データ処理システムでの領域の確保・解放において
、システムで用意する領域全体に対して、該領域を任意
のサイズの領域に分割（レベル１）し、該分割した領域
を更に任意のサイズの領域に分割（レベル２）し、該分
割は任意のレベル（レベルｎ）まで分割するとともに、
該分割した全てのレベルのひとつひとつの領域に対し１
ビットで領域の使用中か否かをレベル間で連動させ管理
するようにしたことを特徴とする領域管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1229197A JPH0392941A (ja) | 1989-09-06 | 1989-09-06 | 領域管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1229197A JPH0392941A (ja) | 1989-09-06 | 1989-09-06 | 領域管理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0392941A true JPH0392941A (ja) | 1991-04-18 |
Family
ID=16888333
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1229197A Pending JPH0392941A (ja) | 1989-09-06 | 1989-09-06 | 領域管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0392941A (ja) |
Cited By (16)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04369067A (ja) * | 1991-06-18 | 1992-12-21 | Hitachi Ltd | 障害処理装置 |
| JPH0546447A (ja) * | 1991-08-08 | 1993-02-26 | Hitachi Ltd | 空き領域検索方法 |
| JPH0728693A (ja) * | 1993-06-30 | 1995-01-31 | Microsoft Corp | ディスクスペースを管理する変型バデイシステム |
| JPH10283230A (ja) * | 1997-03-31 | 1998-10-23 | Nec Corp | ファイルデータ格納装置およびプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| JP2000200211A (ja) * | 1999-01-06 | 2000-07-18 | Nec Corp | メモリプ―ル制御回路 |
| JP2001034532A (ja) * | 1999-06-17 | 2001-02-09 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | ガーベッジ収集中に空き領域を検出し合体させる方法およびシステム |
| US6425048B1 (en) | 1999-01-06 | 2002-07-23 | Nec Corporation | Memory pool control circuit and memory pool control method |
| US6640290B1 (en) * | 1998-02-09 | 2003-10-28 | Microsoft Corporation | Easily coalesced, sub-allocating, hierarchical, multi-bit bitmap-based memory manager |
| JP2007172259A (ja) * | 2005-12-21 | 2007-07-05 | Nec Electronics Corp | フラッシュメモリ、メモリ制御回路、マイクロコンピュータおよびメモリ制御方法 |
| JP2007523412A (ja) * | 2004-02-13 | 2007-08-16 | ジャルナ エスアー | メモリ割当て |
| JP2008269338A (ja) * | 2007-04-20 | 2008-11-06 | Hitachi Ltd | ストレージ装置及び管理単位設定方法 |
| WO2010143364A1 (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-16 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| WO2011099284A1 (ja) * | 2010-02-15 | 2011-08-18 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2011216111A (ja) * | 2011-07-12 | 2011-10-27 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| US9619151B2 (en) | 2009-06-11 | 2017-04-11 | Makoto Yoshioka | Region management apparatus, region management method, and program |
| JP2020144709A (ja) * | 2019-03-07 | 2020-09-10 | カシオ計算機株式会社 | メモリ制御装置、メモリ制御方法及びそのプログラム |
-
1989
- 1989-09-06 JP JP1229197A patent/JPH0392941A/ja active Pending
Cited By (20)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04369067A (ja) * | 1991-06-18 | 1992-12-21 | Hitachi Ltd | 障害処理装置 |
| JPH0546447A (ja) * | 1991-08-08 | 1993-02-26 | Hitachi Ltd | 空き領域検索方法 |
| JPH0728693A (ja) * | 1993-06-30 | 1995-01-31 | Microsoft Corp | ディスクスペースを管理する変型バデイシステム |
| JPH10283230A (ja) * | 1997-03-31 | 1998-10-23 | Nec Corp | ファイルデータ格納装置およびプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| US6640290B1 (en) * | 1998-02-09 | 2003-10-28 | Microsoft Corporation | Easily coalesced, sub-allocating, hierarchical, multi-bit bitmap-based memory manager |
| JP2000200211A (ja) * | 1999-01-06 | 2000-07-18 | Nec Corp | メモリプ―ル制御回路 |
| US6425048B1 (en) | 1999-01-06 | 2002-07-23 | Nec Corporation | Memory pool control circuit and memory pool control method |
| JP2001034532A (ja) * | 1999-06-17 | 2001-02-09 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | ガーベッジ収集中に空き領域を検出し合体させる方法およびシステム |
| JP2007523412A (ja) * | 2004-02-13 | 2007-08-16 | ジャルナ エスアー | メモリ割当て |
| US8041880B2 (en) | 2005-12-21 | 2011-10-18 | Renesas Electronics Corporation | Flash memory, memory control circuit, microcomputer and memory control method |
| JP2007172259A (ja) * | 2005-12-21 | 2007-07-05 | Nec Electronics Corp | フラッシュメモリ、メモリ制御回路、マイクロコンピュータおよびメモリ制御方法 |
| JP2008269338A (ja) * | 2007-04-20 | 2008-11-06 | Hitachi Ltd | ストレージ装置及び管理単位設定方法 |
| WO2010143364A1 (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-16 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2010287066A (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-24 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| US9619151B2 (en) | 2009-06-11 | 2017-04-11 | Makoto Yoshioka | Region management apparatus, region management method, and program |
| WO2011099284A1 (ja) * | 2010-02-15 | 2011-08-18 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2011204279A (ja) * | 2010-02-15 | 2011-10-13 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2011216111A (ja) * | 2011-07-12 | 2011-10-27 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2020144709A (ja) * | 2019-03-07 | 2020-09-10 | カシオ計算機株式会社 | メモリ制御装置、メモリ制御方法及びそのプログラム |
| JP2023060282A (ja) * | 2019-03-07 | 2023-04-27 | カシオ計算機株式会社 | メモリ制御装置、メモリ制御方法及び制御プログラム |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US20240231615A1 (en) | Apparatus and method for sanitizing a shared memory device or a memory expander | |
| JPH07175698A (ja) | ファイルシステム | |
| CN103455433B (zh) | 内存管理方法及系统 | |
| KR20070015521A (ko) | 메모리 할당 | |
| JP2000132343A5 (ja) | ||
| US5394539A (en) | Method and apparatus for rapid data copying using reassigned backing pages | |
| CN107844372A (zh) | 一种内存分配的方法、系统 | |
| JPH11338749A (ja) | 動的ｒａｍディスク | |
| JPH10283230A (ja) | ファイルデータ格納装置およびプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 | |
| US7840772B2 (en) | Physical memory control using memory classes | |
| JPH11249916A (ja) | メモリ管理装置および記録媒体 | |
| JPH06110759A (ja) | ファイルシステム | |
| CN115357593B (zh) | 数据传输方法及装置、存储介质及电子设备 | |
| JPH02156348A (ja) | 複数のハッシュ表のあふれ領域管理方法 | |
| KR100472204B1 (ko) | 매핑 테이블 구조를 구비한 논리 볼륨 관리 시스템 및 이를 이용한 효율적인 스냅샷 방법 | |
| JPS62143148A (ja) | 記憶管理システム | |
| JPS6364146A (ja) | 論理空間管理方式 | |
| JPH02299037A (ja) | ファイル割り当て処理方式 | |
| JPS62251852A (ja) | ユ−ザ空間への物理アドレスの割り当て方式 | |
| JPH04350738A (ja) | ディスクスペース管理方式 | |
| JPH02193232A (ja) | ファイル内空き領域検索方式 | |
| JPH11275158A (ja) | 自動メモリ割り付け方式 | |
| JPH05108382A (ja) | 排他制御装置 | |
| JPH04145554A (ja) | 実メモリ割り当て方式 | |
| JPH05252211A (ja) | バッファ制御方式 |