JPH04205535A - コピーオンライト方式 - 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】 〔概要〕 共有領域のうちの変更があった領域のデータをコピーし
てライトするコピーオンライト方式に関し、 共有領域のうちの変更しようとするデータ領域について
キャンンユブロノク単位でコピーを行った後に書込み、
無駄なデータ転送を無くしてオーバヘッドを削減し、主
記憶の処理効率を向上させることを目的とし、 論理アドレスを物理アドレスに変換するためのページテ
ーブルのエントリに複写元物理ページアドレス、複写先
物理ページアドレス、およびキャッシュブロックの単位
にデータを変更したか否かを表すブロック変更情報を設
け、アクセス要求に対応して、アクセス要求のあった論
理アドレスに対応スるページテーブルのエントリのブロ
ック変更情報を参照し、当該アクセス要求のあったアド
レスを含むキャッシュブロックのデータが変更されてい
ると判明したときに当該エントリから取り出した複写先
物理ページアドレスおよびページ内変位からなる物理ア
ドレスにアクセスし、一方、変更されていないと判明か
つリード要求のときに当該エントリから取り出した複写
元物理ページアドレスおよびページ内変位からなる物理
アドレスからリードし、あるいは変更されていないと判
明かつライト要求のときに新しい複写先物理ページアド
レスを当該エントリに登録およびキャンシュブロックの
単位に複写を行って書き込むと共にブロック変更情報を
変更に設定するように構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、共有領域のうちの変更があった領域のデータ
をコピーしてライトするコピーオンライト方式に関する
ものである。複数のプロセス間で共有なメモリ空間を設
定する手法は、プロセスが利用しているライブラリを共
有したり、同一のプロセスを複数個動かしたりした場合
、主記憶の節約になると共に、プログラムの主記憶への
ロードが不要となり有効な手法である。特に近年、半導
体技術や実装技術の進歩によってプロセッサが小さ（高
機能になっており、複数のマイクロプロセッサとメモリ
をハス結合したシステムがコストパフォーマンスの高さ
から注目されている。このようなシステムにおいて、有
効な並列処理を行うためにはメモリの共有を細かい単位
で行うことが望まれている。

〔従来の技術〕

一般に、アドレス変換の機構は、第２図（イ）に示すよ
な構成であり、以下のように行っている。

アドレス変換対象の論理アドレスを物理アドレスに変換
するための最下位のテーブル（＝ページテーブル）の個
々のエントリに主記憶のページ単位の物理アドレスを保
持する。アドレス変換機構は、論理アドレスを物理アド
レスに変換する際に、各プロセス毎に異なった最上位の
変換テーブル（セグメントテーブル）を数段辿ってペー
ジテーブルにまで辿りつくと、ページの物理アドレスを
取り出してこれに論理アドレスのページ内変位を付加し
て物理アドレスを求めると共に、ページに対するアクセ
スの保護などの情報を取り出す。アドレス変換機構は、
アクセス保護情報をもとにこれに違反するときは中央処
理装置に割込みを発生し、アクセスを禁止するようにし
ている。

従来、複数のプロセスによるメモリの共有を実現するた
めに、アドレス変換機構を用いて変換テーブルやページ
テーブルのエントリに同一の物理アドレスを与え、複数
の論理アドレスから共有する主記憶の領域をアクセスす
るようにしていた。

そして、例えばプロセスを２つに分割した場合、一部の
共有データ領域を除いてデータ領域をプロセス固有のも
のにする必要があり、これを実現するためにプロセスの
分割を行った際にはデータ領域を共存としておき、デー
タ領域に対する書込みが発生したときに書込み要求のあ
ったページをコピーしてこれに書込みを行うようにして
いた。

〔発明が解決しようとする課題〕

従って、書込みを行った領域の付近をその後、変更する
必要がない場合でも、ページ単位（一般に２〜４キロバ
イト）でコピーを行う必要があり、無駄なデータ転送を
行うこととなり、オーバヘッドが生してしまうという問
題があった。特に並列プロセッサをバス結合したシステ
ムは、バスの負荷が重くなりシステム性能を低下させて
しまうという問題がある。

本発明は、共有領域のうちの変更しようとするデータ領
域についてキャッシュブロック単位でコピーを行った後
に書込み、無駄なデータ転送を無くしてオーバヘッドを
削減し、主記憶の処理効率を向上させることを目的とて
いる。

〔課題を解決するための手段〕

第１図を参照した課題を解決するための手段を説明する
。

第１図において、ページテーブル１は、論理アドレスを
物理アドレスに変換するための複写元物理ページアドレ
ス１−１、複写先物理ページアドレス１−２、およびキ
ャッシュブロック３の単位にデータを変更したか否かを
表すブロック変更情１＃１−３などを格納するテーブル
である。

キャッシュプロ、り３は、キヤノンユメモリ３−２に格
納するデータの大きさ（ブロック）である。

〔作用〕

本発明は、第１図に示すように、アクセス要求に対応し
て、アクセス要求のあった論理アドレスに対応するペー
ジテーブル１のエントリのブロック変更情報１−３を参
照し、当該アクセス要求のあったアドレスを含むキャッ
シュブロック３のデータが変更されていると判明したと
きに当該エントリから取り出した複写先物理ページアド
レス１−２およびページ内変位からなる物理アドレスに
アクセスし、一方、変更されていないと判明かつリード
要求のときに当該エントリから取り出した複写元物理ペ
ージアドレス１−１およびページ内変位からなる物理ア
ドレスからリードし、あるいは変更されていないと判明
かつライト要求のときに新しい複写先物理ページアドレ
スを当該エントリに登録およびキャッシュブロック３の
単位に複写を行った後に書き込むと共にブロック変更情
報１−３を変更に設定するようにしている。また、変更
されていないと判明かつライト要求のときに新しい複写
先物理ページアドレスを当該エントリに登録およびキャ
ッシュのタグメモリ３−１の複写元物理アドレスを複写
先物理アドレスに書き換えるようにしている。

従って、共有領域のうちの変更しようとするデータ領域
についてキャンシュブロック３の単位でコピーを行った
後に書き込んだり、更にキャッシュのタグメモリ３−１
の複写元物理アドレスを複写先物理アドレスに書き換え
ることにより、無駄なデータ転送を無くしてオーバヘッ
ドを削減し主記憶の処理効率を向上させることが可能と
なる。

〔実施例〕 次に、第１図から第４図を用いて本発明の実施例の構成
および動作を順次詳細に説明する。

第１図（イ）において、プロセスＡは、主記憶２上のプ
ロセスＡのデータ領域および共有領域をアクセスして処
理を行うプロセスである。

プロセスＡ゛は、プロセスＡの実行中に分割したプロセ
スであって、プロセスＡのデータ領域を参照してもよい
が、変更する場合にはこのプロセスＡのデータ領域のデ
ータをプロセスＡ°のデータ領域に複写した後に書き込
んだり、共有領域をアクセスして処理を行ったりするプ
ロセスである。

この際、複写先のプロセスＡ°のデータ領域の物理ペー
ジアドレスをページテーブル１に登録すると共に、ブロ
ック変更情報１−３を変更（キャッシュブロック３の単
位毎に変更）に設定するようにしている。

第１図（ロ）において、ページテーブル１は、第１図（
イ）ページテーブルの１つのエントリに格納する情報で
あって、複写元物理ページアドレス１−１、複写先物理
ページアドレス１−２、およびキャッシュブロック３の
単位にデータを変更したか否かを表すブロック変更情報
１−３などを格納するものである。ここで、ブロック変
更情報１−３は、例えば１ページを２キロハイド（２１
五ハイド）とし、１キヤツシユブロツクを６４ハイド　
（２ｈバイト）とした場合、３２ビ、、ト　（＝２２”
−’＝２’　＝３２）必要となる。

キャッシュブロック３は、キャッシュメモリ３−２に格
納するデータの大きさ（プロ、り）である。

タグメモリ３−１は、キャッシュのキャッシュメモリ３
−２に格納したデータ（キャッシュブロック単位のデー
タ）の物理アドレスを登録するメモリである。このタグ
メモリ３−１を検索して該当するデータがキャッシュメ
モリ３−２に格納されているか否か（ヒツト／ミスヒツ
ト）を判定する。

第２図は、本発明に係るアドレス変換機構説明図を示す
。

第２図（イ）は、全体構成図を示す。

第２図（イ）において、変換テーブルエントリレジスタ
は、変換テーブルの先頭アドレスを設定するレジスタで
あって、例えば第１図（イ）プロセスＡの空間に対応す
る変換テーブルあるいはプロセスＡ′の空間に対応する
変換テーブルの先頭アドレスを設定するレジスタである
。

論理アドレスレジスタは、物理アドレスに変換しようと
する論理アドレスを格納するレジスタである。

変換テーブルは、論理アドレスの上位ビットをもとに図
示ように辿って該当物理ページアドレスを格納したペー
ジテーブル１を見つけるためのテーブルである。

ページテーブル１は、第２図（ロ）に示すように、アク
セス保護情報（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ／Ｅｘｃｕｔｅ／
Ｃｏｐｙ−Ｗｒ　ｉ　ｔｅ）、有効情報（主記憶上に存
在するかどうかの情報）、物理アドレス情報（複写元物
理ページアドレス１−１、複写先物理ページアドレス１
−２、ブロック変更情報１−３）を格納するものである
。

物理アドレスレジスタは、図示矢印のようにして論理ア
ドレスを変換した後の物理アドレスを格納するレジスタ
である。

第２図（ロ）は、ページテーブル例を示す。ここで、ア
クセス保護情報として、Ｒｅａｄ、　Ｗｒｉｔｅ、Ｅｘ
ｅｃｕｔｅ　、　Ｃｏｐｙ−Ｗｒｉｔｅの各ビットを持
ち、■のときに保護有り、０のときに保護無である。具
体的に説明すると、Ｒｅａｄビットが１のときページア
ドレスの主記憶からリードを禁止する。−ｒｉｔｅビッ
トが１のときページアドレスの主記憶へのライトを禁止
する。Ｅｘｅｃｕ　ｔｅビットが１のときページアドレ
スの主記憶に格納されているプログラムの実行を禁止す
る０本実施例に係るＣｏｐｙ−Ｗｒｉｔｅビー／　）が
１のとき第３図０でＹＥＳとなり、本実施例に係る第３
図［相］ないし［相］の処理によって、コピーオンライ
ト（ライトのときに複写元物理アドレスから複写先物理
アドレスに複写した後にデータを書き込む）などを行う
ｍ　Ｃｏｐｙ−Ｗｒｉｔｅビットが０のとき第３図■で
Ｎｏとなり、Ｒｅａｄ／１ｌｌｒｉｔｅ／Ｅｘｃｕｔｅ
ビットに従って処理する。

次に、第３図フローチャートに示す順序に従い、第１図
および第２図構成の動作を詳細に説明する。

第３図において、■は、Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ命令を受
領する。これは、ホスト（中央処理装置）から第２図ア
ドレス変換機構がＲｅａｄ／Ｗｒｉ　ｔｅ命令を受領す
る。

■は、論理アドレスに対応するページテーブル１のエン
トリのアクセス保護情報を取り出す。これは、■で受領
したＲｅａｄ／Ｗｒ　ｉ　ｔｅ命令で通知された論理ア
ドレスに対応するページテーブルを、第２図（イ）変換
テーブルを図示のように辿って該当するページテーブル
１のエントリから第２図（ロ）アクセス保護情報（Ｒｅ
ａｄ／Ｗｒｉｔｅ／Ｅｘｅｃｕｔｅ／Ｃｏｐｙ−Ｗｒｉ
ｔｅビット）を取り出す。

０は、■で取り出したｃｏｐｙ−ｔｈｒｅｅビットが１
（本実施例に係るコピーオンライトを行う旨）か否かを
判別する。ＹＥＳの場合には、［相］ないし■の処理に
よって、本実施例に係るコピーオンライトなどを行う、
ＮＯの場合には、［相］でページテーブル１から取り出
したアクセス保護情報（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ／Ｅｘｅ
ｃｕｔｅビット）に従って通常通り動作する。

即ちＲｅａｄビット、Ｗｒｉｔｅ　ビット、Ｅｘｅｃｕ
ｔｅ　ビットの１のものについてその動作を禁止する。

以下本実施例に係るコピーオンライトなどの処理につい
て詳細に説明する。

■は、ブロック変更情報の変更有りか否かを判別する。

これは、０でＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ命令で受領した論理
アドレスに対応するページテーブル１から取り出したブ
ロック変更情報１−３を参照し、Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ
Ｌようとするアドレスを含むキャッシュブロック３が変
更に設定されているか否か、即ち複写元物理ページの当
該キャッシュブロック３の内容が複写先物理ページに既
にコピー（複写）されているか否かを判別する。ＹＥＳ
の場合には、Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ　Ｌ／ようとするキ
ャッシュブロックのデータが既に複写先物理ページにコ
ピーされているので、■で複写先物理アドレスへＲｅａ
ｄ／Ｗｒ　ｉ　ｔｅ　シ、終了する（ＥＮＤ）、一方、
ＮＯの場合には、Ｒｅａｄ／ｌＩｒ１ｔｅＬようとする
キャッシュブロックのデータが複写先物理ページにコピ
ーされていないので、［相］テＲｅａｄあるいは−ｒｉ
ｔｅのいずれかを判別し、ＲｅａｄのときにＯで複写元
物理アドレスからＲｅａｄ　シてホストに転送し、一方
、Ｗｒｉｔｅのときに［相］ないし■の処理でコピーオ
ンライト（複写した後に書き込む）する。

［相］は、新しく複写先物理アドレスを確保する（複写
元物理アドレスのデータを複写する複写先物理アドレス
を確保する）。

＠は、複写先物理アドレスを登録する（［相］で新たに
確保した複写先物理アドレスのうちの複写先物理ページ
アドレスの部分を、第１図（ロ）複写先物理ページアド
レス１−２に登録スる）。

［相］は、キャッシュのタグメモリ３−１の複写元アド
レスを複写先アドレスに変更する（＝キャシュブロック
３の単位の複写する）。これは、キャッシュメモリ３−
２に格納されている複写元のデータのアドレスをもつタ
グメモリ３−１の内容を複写先物理アドレスに変更して
実質的に複写したこととする。

■は、複写先物理アドレスへ−ｒｉｔｅする（キャッシ
ュブロック３の単位で−ｒｉｔｅする）。これは、［相
］でタグメモリ３−１のアドレスを複写先物理アドレス
に変更して実質的に複写したと同等にし、スワンニアウ
ト時にキャッシュメモリ３−２から主記憶２の複写先ペ
ージアドレスにキャッシュブロック３の単位で書き込む
。

以上によって、ホストからのＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ命令
を受領したことに対応して、指示された論理アドレスに
対応するページテーブルｌのエントリのＣｏｐｙ−Ｗｒ
ｉｔｅビットが１のときであって、ブロック変更情報１
−３が変更のキャッシュブロック３のときに複写先物理
アドレスにＲｅａｄ／Ｗｒｉ　ｔｅ　シ（第３図■）、
一方、ブロック変更情報１−３が変更でないキャッシュ
ブロックのときでＲｅａｄのときに複写先物理アドレス
からリードしてホストに転送しく第３図０）、一方、Ｗ
ｒｉｔｅのときに＠ないし０によってコピーオンライト
することにより、キャッシュブロック３の単位で変更し
た部分のみ複写先物理アドレスに複写した後に書き込み
、残りの部分は共有し、不要なデータ転送を無くしてオ
ーバヘッドを削減することが可能となる。

第４図は、本発明の具体回路例を示す。

第４図において、アドレス変換機構４は、論理アドレス
を物理アドレスに変換する機構であって、論理アドレス
に対応する物理ページを登録するページテーブル１、論
理アドレスの上位アドレスから該当するページテーブル
１のエントリのアドレスに変換する上位アドレス変換部
５、論理アドレスから物理アドレスに変換制御を行うア
ドレス変換制御回路６、アドレス変換制御回路６からの
選択信号をもとに複写元物理アドレス（ページ）ｌ−１
あるいは複写先物理アドレス（ページ）１−２のいずれ
かを選択するセレクタ７、このセレクタ７によって選択
された物理ページアドレスと論理アドレスのページ内変
位とからなる物理アドレスを保持する物理アドレスレジ
スタ８などから構成されるものである。

タグメモリ３−１は、キャッシュメモリ３−２に格納し
たキャッシュブロック３の単位のデータのアドレスを格
納するメモリである。

キャッシュ制御回路３−３は、タグメモリ３−１、キャ
ッシュメモリ３−２を制御するものであって、ここでは
物理アドレスレジスタ８から送出された複写元物理アド
レスについてタグメモリ３−１を検索して見つけて複写
先物理アドレスに変更したり　（第３図［相］）などす
るものである。

次に、第４図構成の動作を説明する。

（１）　　中央処理装置９から与えられた論理アドレス
から対応するページテーブル１のエントリからアクセス
保護情報（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ／Ｅｘｅｃｕｔｅ／Ｃ
ｏｐｙ−Ｗｒｉｔｅ）　、ブロック変更情報１−３、複
写元物理アドレス、複写先物理アドレスを得る。Ｃｏｐ
ｙ−Ｗｒｉ　ｔｅビットが１のとき、本実施例に係る以
下の処理に進むａ　（１：ｏｐＹ−Ｗｒｉｔｅビットが
Ｏのとき、通常の処理、即ち、アクセス保護情報（Ｒｅ
ａｄ／Ｗｒｉｔｅ／Ｅｘｅｃｕｔｅ）に従って、アクセ
スする（第３図■Ｎ０１ｏ）。

（２）　　アドレス変換制御回路６は、中央処理装置９
から与えられた論理アドレスから読み込むデータがペー
ジ内でいずれのキャッシュブロック３に存在するかを見
付だし、ブロック変更情報１−３から当該キャッシュブ
ロック３が変更“Ｉ”に設定されているか否かを調べ（
第３図Ｏ）、複写元物理アドレス１−１あるいは複写先
物理アドレス１−２のいずれを使うかを決定する。

（３）　　ブロック変更情報１−３が０　（キャノンニ
ブロック３が変更されていない）のキャッシュブロック
３に書込みを行う場合（第３図０ＹＥＳ、■Ｎｏ、［相
］−ｒｉｔｅの場合）には、タグメモリ３−１に複写先
物理アドレスを設定し、キャッシュ制御回路３−３に複
写元物理アドレス１１を渡してミスヒツトしたときに主
記憶２からスワップインし、一方、ヒツトしたときには
キャッシュメモリの該当するデータを転送する（第３図
［相］）。

（４１尚、ブロック変更情報１−３がＯのキャッシュブ
ロック３からリードする場合（第３図０ＹＥＳ、［相］
ＮＯ１［相］Ｒｅａｄの場合）には、複写元物理アドレ
スからリードする。また、ブロック変更情［１−３が１
のキャッシュブロック３をアクセスする場合（第３図■
ＹＥＳ、＠ＩＹＥｓの場合）には、複写先物理アドレス
からＲｅａｄあるいは複写先物理アドレスへ針ｉｔｅす
る。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、共有領域のうち
の変更しようとするデータ領域についてキャッシュブロ
ック３の単位でコピーを行った後に書き込んだり、更に
キャッシュのタグメモリ３−１の複写元物理アドレスを
複写先物理アドレスに書き換える構成を採用しているた
め、無駄なデータ転送を無くしてオーバヘッドを削減し
主記憶の処理効率を向上させることができる。これによ
り・ （１１必要な部分のみの複写を行い、残りの部分を共有
するため、主記憶の記憶効率が向上する。

（２）共有の単位がキャッシュブロック（例えば６４バ
イト）とページの大きさく例えば２キロバイト）に比較
して小さいため、無駄なデータ転送処理が不要となりシ
ステムの処理速度が向上する。

（３）データの複写を実行するための特別な機構を用意
することなく、容易に実現できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の１実施例構成図 第２図は本発明に係るアドレス変換機構説明図第３図は
本発明の動作説明フローチャート第４図は本発明の具体
回路例 を示す。 図中、１：ページテーブル １−１　：複写元物理ページアドレス １−２＝複写先物理ページアドレス １−３＝ブロツク変更情報 ２：主記憶 ３：キャッシュブロック ３−１：タグメモリ ３−２：キャッシュメモリ ３−３：キャッシュ制御回路 ４ニアドレス変換機構 ５：上位アドレス変換部 ６：アドレス変換制御回路 ９：中央処理装置

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）共有領域のうちの変更があった領域のデータをコ
   ピーしてライトするコピーオンライト方式において、 論理アドレスを物理アドレスに変換するためのページテ
   ーブル（１）のエントリに複写元物理ページアドレス（
   １−１）、複写先物理ページアドレス（１−２）、およ
   びキャッシュブロック（３）の単位にデータを変更した
   か否かを表すブロック変更情報（１−３）を設け、 アクセス要求に対応して、アクセス要求のあった論理ア
   ドレスに対応するページテーブル（１）のエントリのブ
   ロック変更情報（１−３）を参照し、当該アクセス要求
   のあったアドレスを含むキャッシュブロック（３）のデ
   ータが変更されていると判明したときに当該エントリか
   ら取り出した複写先物理ページアドレス（１−１）およ
   びページ内変位からなる物理アドレスにアクセスし、一
   方、変更されていないと判明かつリード要求のときに当
   該エントリから取り出した複写元物理ページアドレス（
   １−１）およびページ内変位からなる物理アドレスから
   リードし、あるいは変更されていないと判明かつライト
   要求のときに新しい複写先物理ページアドレスを当該エ
   ントリに登録およびキャッシュブロック（３）の単位に
   複写を行った後に書き込むと共にブロック変更情報（１
   −３）を変更に設定するように構成したことを特徴とす
   るコピーオンライト方式。
2. （２）上記変更されていないと判明かつライト要求のと
   きに新しい複写先物理ページアドレスを当該エントリに
   登録およびキャッシュのタグメモリ（３−１）の複写元
   物理アドレスを複写先物理アドレスに変更するように構
   成したことを特徴とする請求項第（１）項記載のコピー
   オンライト方式。