JPH04217048A - メモリ管理装置 - Google Patents
メモリ管理装置Info
- Publication number
- JPH04217048A JPH04217048A JP41793490A JP41793490A JPH04217048A JP H04217048 A JPH04217048 A JP H04217048A JP 41793490 A JP41793490 A JP 41793490A JP 41793490 A JP41793490 A JP 41793490A JP H04217048 A JPH04217048 A JP H04217048A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- area
- size
- block
- memory management
- user
- 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
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
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、メモリ管理方式の改良
に関するものである。
に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来のメモリ管理においては、必要サイ
ズを指定して領域獲得要求を出す必要があった。
ズを指定して領域獲得要求を出す必要があった。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】メモリ領域の獲得時、
分割されても良いが、出来るだけ連続領域にしたい場合
や全体として必要なサイズが獲得時点では不明な場合が
ある。例えば、分割域毎に固定の管理域を持たなければ
ならない場合やプログラム翻訳結果の格納に使用する領
域を獲得する場合が、これに相当する。
分割されても良いが、出来るだけ連続領域にしたい場合
や全体として必要なサイズが獲得時点では不明な場合が
ある。例えば、分割域毎に固定の管理域を持たなければ
ならない場合やプログラム翻訳結果の格納に使用する領
域を獲得する場合が、これに相当する。
【０００４】従来の処理では、このような場合でも獲得
サイズの指定が必要であるため、大きめに獲得すれば小
さい空領域が無駄になり、小さいなサイズを指定すると
領域が細分化され、無駄な管理域が増えると言った矛盾
を抱えることになった。本発明は、上述のような矛盾を
解決し、様々なサイズの空領域がある場合に、それらを
有効に使用できるようになったメモリ管理方式を提供す
ることを目的としている。
サイズの指定が必要であるため、大きめに獲得すれば小
さい空領域が無駄になり、小さいなサイズを指定すると
領域が細分化され、無駄な管理域が増えると言った矛盾
を抱えることになった。本発明は、上述のような矛盾を
解決し、様々なサイズの空領域がある場合に、それらを
有効に使用できるようになったメモリ管理方式を提供す
ることを目的としている。
【０００５】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。本発明のメモリ管理方式は、利用者と、メモ
リ管理処理手段と、オペレーティング・システムとを具
備し、メモリ管理処理手段は、自己の管理下にあるブロ
ックの中に、次ブロック・アドレス，ブロック・サイズ
，先頭空領域アドレスを記入すると共に、ブロックの中
に空領域がある場合には、当該空領域の中に次空領域ア
ドレス，空領域サイズを記入し、最低サイズ指定の領域
獲得要求を利用者から受け取ったときには、自己の管理
下のブロックの中に要求サイズ以上の空領域が存在する
か否かを調べ、存在する場合には該当する空領域を利用
者に渡し、存在しない場合には、オペレーティング・シ
ステムに領域獲得要求を出し、オペレーティング・シス
テムから渡された領域を利用者に渡すと共に、当該領域
をブロックとして、ブロックの連鎖に繋ぐように構成さ
れていることを特徴とするものである。
図である。本発明のメモリ管理方式は、利用者と、メモ
リ管理処理手段と、オペレーティング・システムとを具
備し、メモリ管理処理手段は、自己の管理下にあるブロ
ックの中に、次ブロック・アドレス，ブロック・サイズ
，先頭空領域アドレスを記入すると共に、ブロックの中
に空領域がある場合には、当該空領域の中に次空領域ア
ドレス，空領域サイズを記入し、最低サイズ指定の領域
獲得要求を利用者から受け取ったときには、自己の管理
下のブロックの中に要求サイズ以上の空領域が存在する
か否かを調べ、存在する場合には該当する空領域を利用
者に渡し、存在しない場合には、オペレーティング・シ
ステムに領域獲得要求を出し、オペレーティング・シス
テムから渡された領域を利用者に渡すと共に、当該領域
をブロックとして、ブロックの連鎖に繋ぐように構成さ
れていることを特徴とするものである。
【０００６】
【作用】メモリ管理処理手段は、自己の管理下にある領
域をブロック管理する。各ブロックの中に、次ブロック
・アドレス，ブロック・サイズ，先頭空領域アドレスが
記入され、空領域が存在する場合には、当該空領域の中
に次空領域アドレス，空領域サイズが記入される。
域をブロック管理する。各ブロックの中に、次ブロック
・アドレス，ブロック・サイズ，先頭空領域アドレスが
記入され、空領域が存在する場合には、当該空領域の中
に次空領域アドレス，空領域サイズが記入される。
【０００７】利用者は、メモリ管理処理手段に対して、
領域獲得要求を出すときに最低サイズ指定情報を付加す
ることが出来る。最低サイズ指定の領域獲得要求とは、
例えば少なくともサイズ５以上の領域の獲得を要求する
ものである。
領域獲得要求を出すときに最低サイズ指定情報を付加す
ることが出来る。最低サイズ指定の領域獲得要求とは、
例えば少なくともサイズ５以上の領域の獲得を要求する
ものである。
【０００８】メモリ管理処理手段は、サイズ＝５の最低
サイズ指定の領域獲得要求を受け取ると、自己の管理下
にあるブロックの中からサイズ５以上の空領域を見つけ
出し、この空領域を利用者に渡す。自己の管理下のブロ
ックの中にサイズ５以上の空領域が存在しない場合には
、メモリ管理処理手段は、オペレーティング・システム
に対して領域獲得要求を出し、オペレーティング・シス
テムから渡された領域を利用者に渡す。
サイズ指定の領域獲得要求を受け取ると、自己の管理下
にあるブロックの中からサイズ５以上の空領域を見つけ
出し、この空領域を利用者に渡す。自己の管理下のブロ
ックの中にサイズ５以上の空領域が存在しない場合には
、メモリ管理処理手段は、オペレーティング・システム
に対して領域獲得要求を出し、オペレーティング・シス
テムから渡された領域を利用者に渡す。
【０００９】利用者は、メモリ管理処理手段から渡され
た領域の中から必要な部分を使用し、もし領域が余れば
余った領域をメモリ管理処理手段に返却する。
た領域の中から必要な部分を使用し、もし領域が余れば
余った領域をメモリ管理処理手段に返却する。
【００１０】ここで述べるオペレーティグ・システムは
システムにおける領域の全てを管理しており、領域の獲
得・解放要求に対して、管理している領域の切り出し・
回収を行う機能を有するものとする。さらに、このオペ
レーティング・システムは、複数利用者間での領域の振
り分けや、利用者プログラムの異常終了時の領域の回収
処理などの機能を有しているのが普通である。
システムにおける領域の全てを管理しており、領域の獲
得・解放要求に対して、管理している領域の切り出し・
回収を行う機能を有するものとする。さらに、このオペ
レーティング・システムは、複数利用者間での領域の振
り分けや、利用者プログラムの異常終了時の領域の回収
処理などの機能を有しているのが普通である。
【００１１】
【実施例】図２は、本発明のメモリ管理プログラム管理
下にあるブロックの構造を示す図である。メモリ管理プ
ログラムの管理下にあるブロックは、次ブロック・アド
レス，ブロック・サイズ，ブロック最終アドレス，先頭
空領域アドレスを有している。また、ブロックに空領域
がある場合には、その空領域の中に次空領域アドレス，
空領域サイズが記入される。ブロック・サイズは、基本
ブロック・サイズ（例えば８Ｋバイト）以上である。こ
のサイズはオペレーティング・システムに頻繁に領域獲
得要求がでないように利用者の通常の要求サイズよりも
十分大きいものとする。
下にあるブロックの構造を示す図である。メモリ管理プ
ログラムの管理下にあるブロックは、次ブロック・アド
レス，ブロック・サイズ，ブロック最終アドレス，先頭
空領域アドレスを有している。また、ブロックに空領域
がある場合には、その空領域の中に次空領域アドレス，
空領域サイズが記入される。ブロック・サイズは、基本
ブロック・サイズ（例えば８Ｋバイト）以上である。こ
のサイズはオペレーティング・システムに頻繁に領域獲
得要求がでないように利用者の通常の要求サイズよりも
十分大きいものとする。
【００１２】本発明のメモリ管理プログラムは、■要求
サイズ指定での領域獲得 ■最低サイズ指定での領域獲得 ■■で獲得後の余り領域の返却 ■アドレス指定による獲得領域の解放 ■全領域の一括解放 と言う機能を有している。
サイズ指定での領域獲得 ■最低サイズ指定での領域獲得 ■■で獲得後の余り領域の返却 ■アドレス指定による獲得領域の解放 ■全領域の一括解放 と言う機能を有している。
【００１３】図３は最低サイズ指定の領域獲得要求を受
け取った場合におけるメモリ管理プログラムの処理を説
明する図である。最低サイズ指定の領域獲得要求には、
最低サイズ指定であることを示す情報が付加されている
。
け取った場合におけるメモリ管理プログラムの処理を説
明する図である。最低サイズ指定の領域獲得要求には、
最低サイズ指定であることを示す情報が付加されている
。
【００１４】ステップＳ１では、次の（初回は先頭の）
ブロックのポインタを得る。該当するブロックのポイン
タが存在しない場合にはＳ６に進む。ステップＳ２では
、次の（初回は先頭の）空領域ポインタを得る。空領域
ポインタが存在しない場合には、Ｓ１に戻り、存在する
場合にはＳ３に進む。ステップＳ３では空領域サイズと
要求サイズとを比較する。空領域サイズ＜要求サイズの
場合にはＳ１に戻り、空領域サイズ≧要求サイズの場合
にはＳ４に進む。ステップＳ４では、空領域を連鎖から
外す。ステップＳ５では、空領域ポインタと空領域サイ
ズとを要求プログラムに通知する。ステップＳ６では、
基本ブロック・サイズと要求サイズとを比較する。 基本ブロック・サイズ＜要求サイズの場合にはＳ７に進
み、基本ブロック・サイズ≧要求サイズの場合にはＳ１
０に進む。ステップＳ７では、要求サイズでシステム（
仮想記憶管理プログラム）に領域獲得要求を出す。ステ
ップＳ８では、獲得したブロックのポインタを前のブロ
ックに入れる。ステップＳ９では獲得領域のポインタと
サイズを要求プログラムに通知する。ステップＳ１０で
は、基本ブロック・サイズでシステムに領域獲得要求を
出す。次にＳ８に進む。
ブロックのポインタを得る。該当するブロックのポイン
タが存在しない場合にはＳ６に進む。ステップＳ２では
、次の（初回は先頭の）空領域ポインタを得る。空領域
ポインタが存在しない場合には、Ｓ１に戻り、存在する
場合にはＳ３に進む。ステップＳ３では空領域サイズと
要求サイズとを比較する。空領域サイズ＜要求サイズの
場合にはＳ１に戻り、空領域サイズ≧要求サイズの場合
にはＳ４に進む。ステップＳ４では、空領域を連鎖から
外す。ステップＳ５では、空領域ポインタと空領域サイ
ズとを要求プログラムに通知する。ステップＳ６では、
基本ブロック・サイズと要求サイズとを比較する。 基本ブロック・サイズ＜要求サイズの場合にはＳ７に進
み、基本ブロック・サイズ≧要求サイズの場合にはＳ１
０に進む。ステップＳ７では、要求サイズでシステム（
仮想記憶管理プログラム）に領域獲得要求を出す。ステ
ップＳ８では、獲得したブロックのポインタを前のブロ
ックに入れる。ステップＳ９では獲得領域のポインタと
サイズを要求プログラムに通知する。ステップＳ１０で
は、基本ブロック・サイズでシステムに領域獲得要求を
出す。次にＳ８に進む。
【００１５】図４は要求サイズ指定の領域獲得要求を受
け取った場合におけるメモリ管理プログラムの処理を説
明する図である。要求サイズ指定の領域獲得要求には、
要求サイズ指定であることを示す情報が付加されている
。
け取った場合におけるメモリ管理プログラムの処理を説
明する図である。要求サイズ指定の領域獲得要求には、
要求サイズ指定であることを示す情報が付加されている
。
【００１６】ステップＳ１では、次の（初回は先頭の）
ブロックのポインタを得る。存在する場合にはＳ２に進
み、存在しない場合にはＳ６に進む。ステップＳ２では
、次の（初回は先頭の）空領域ポインタを得る。存在す
る場合にはＳ３に進み、存在しない場合にはＳ１に戻る
。ステップＳ３では、空領域サイズと要求サイズとを比
較する。空領域＜要求サイズの場合にはＳ１に戻り、空
領域≧要求サイズの場合にはＳ４に進む。ステップＳ４
では、空領域の先頭から要求サイズを除いた部分を空領
域として、前の空領域と接続する。ステップＳ５では、
領域のポインタを要求プログラムに通知する。ステップ
Ｓ６では、基本ブロック・サイズと要求サイズとを比較
する。要求ブロック・サイズ＜要求サイズの場合にはＳ
７に進み、要求ブロック・サイズ≧要求サイズの場合に
はＳ１０に進む。ステップＳ７では、要求サイズでシス
テムに領域獲得要求を出す。ステップＳ８では、獲得し
たブロックのポインタを前のブロックに入れる。ステッ
プＳ９では獲得領域のポインタとサイズを要求プログラ
ムに通知する。ステップＳ１０では基本ブロック・サイ
ズでシステムに領域獲得要求を出す。ステップＳ１１で
は、ブロックの残り部分をブロックの先頭空領域とする
。次にステップＳ８に進む。
ブロックのポインタを得る。存在する場合にはＳ２に進
み、存在しない場合にはＳ６に進む。ステップＳ２では
、次の（初回は先頭の）空領域ポインタを得る。存在す
る場合にはＳ３に進み、存在しない場合にはＳ１に戻る
。ステップＳ３では、空領域サイズと要求サイズとを比
較する。空領域＜要求サイズの場合にはＳ１に戻り、空
領域≧要求サイズの場合にはＳ４に進む。ステップＳ４
では、空領域の先頭から要求サイズを除いた部分を空領
域として、前の空領域と接続する。ステップＳ５では、
領域のポインタを要求プログラムに通知する。ステップ
Ｓ６では、基本ブロック・サイズと要求サイズとを比較
する。要求ブロック・サイズ＜要求サイズの場合にはＳ
７に進み、要求ブロック・サイズ≧要求サイズの場合に
はＳ１０に進む。ステップＳ７では、要求サイズでシス
テムに領域獲得要求を出す。ステップＳ８では、獲得し
たブロックのポインタを前のブロックに入れる。ステッ
プＳ９では獲得領域のポインタとサイズを要求プログラ
ムに通知する。ステップＳ１０では基本ブロック・サイ
ズでシステムに領域獲得要求を出す。ステップＳ１１で
は、ブロックの残り部分をブロックの先頭空領域とする
。次にステップＳ８に進む。
【００１７】図５は余り域の返却処理を示す図である。
要求プログラムは、割り当てられた領域から必要な部分
を使用し、領域返却要求をメモリ管理プログラムに出し
、余り域を返却する。メモリ管理プログラムは、領域返
却要求を受け取ると、下記のような処理を行う。
を使用し、領域返却要求をメモリ管理プログラムに出し
、余り域を返却する。メモリ管理プログラムは、領域返
却要求を受け取ると、下記のような処理を行う。
【００１８】ステップＳ１では、領域返却要求に付加さ
れている獲得領域ポインタ，獲得領域サイズ，使用サイ
ズを取り込む。ステップＳ２では、余り域の先頭アドレ
スを得る。この先頭アドレスは、獲得領域ポインタに使
用サイズを加算することにより得られる。ステップＳ３
では、余りサイズを得る。余りサイズは、獲得領域サイ
ズから使用サイズを減算することにより得られる。ステ
ップＳ４ではブロックを辿り、対象空領域の属するブロ
ックを見つける。ステップＳ５では、次の（初回は先頭
の）空き領域が存在するか否かを調べる。存在する場合
にはＳ６に進み、存在しない場合にはＳ１０に進む。ス
テップＳ６では、次の空領域ポインタを得る。ステップ
Ｓ７では、空領域ポインタと余り域先頭アドレスとを比
較する。空領域ポインタ＜余り域先頭アドレスの場合に
はＳ５に戻り、空領域ポインタ≧余り域先頭アドレスの
場合にはＳ８に進む。ステップＳ８では、余り域と空領
域が隣接しているか否かを調べる。隣接している場合に
はＳ９に進み、隣接していない場合にはＳ１１に進む。 ステップＳ９では、余り域と空領域を合わせて一つの空
領域とする。ステップＳ１０では、余り域を先頭空領域
とする。ステップＳ１１では、一つ前の空領域の次領域
ポインタを余り域先頭アドレスとし、余り域先頭に空領
域アドレスを入れる。
れている獲得領域ポインタ，獲得領域サイズ，使用サイ
ズを取り込む。ステップＳ２では、余り域の先頭アドレ
スを得る。この先頭アドレスは、獲得領域ポインタに使
用サイズを加算することにより得られる。ステップＳ３
では、余りサイズを得る。余りサイズは、獲得領域サイ
ズから使用サイズを減算することにより得られる。ステ
ップＳ４ではブロックを辿り、対象空領域の属するブロ
ックを見つける。ステップＳ５では、次の（初回は先頭
の）空き領域が存在するか否かを調べる。存在する場合
にはＳ６に進み、存在しない場合にはＳ１０に進む。ス
テップＳ６では、次の空領域ポインタを得る。ステップ
Ｓ７では、空領域ポインタと余り域先頭アドレスとを比
較する。空領域ポインタ＜余り域先頭アドレスの場合に
はＳ５に戻り、空領域ポインタ≧余り域先頭アドレスの
場合にはＳ８に進む。ステップＳ８では、余り域と空領
域が隣接しているか否かを調べる。隣接している場合に
はＳ９に進み、隣接していない場合にはＳ１１に進む。 ステップＳ９では、余り域と空領域を合わせて一つの空
領域とする。ステップＳ１０では、余り域を先頭空領域
とする。ステップＳ１１では、一つ前の空領域の次領域
ポインタを余り域先頭アドレスとし、余り域先頭に空領
域アドレスを入れる。
【００１９】図６は本発明による領域返却の例を示す図
である。図６（ａ）は図５の処理Ｓ１１に対応しており
、図６（ｂ）は図５の処理Ｓ９に対応している。
である。図６（ａ）は図５の処理Ｓ１１に対応しており
、図６（ｂ）は図５の処理Ｓ９に対応している。
【００２０】図７は本発明のメモリ管理プログラムにお
ける全領域解放処理を示す図である。全領域解放処理で
は下記のような処理が行われる。ステップＳ１では、先
頭ブロックのポインタを得る。ステップＳ２では、ブロ
ック内の次ブロック・ポインタを得る。ステップＳ３で
は、システムにブロックの解放要求を出す。ステップＳ
４では、次ブロック・ポインタが０か否かを調べる。次
ブロック・ポインタが０の場合には終わりとし、０でな
い場合にはＳ１に戻る。
ける全領域解放処理を示す図である。全領域解放処理で
は下記のような処理が行われる。ステップＳ１では、先
頭ブロックのポインタを得る。ステップＳ２では、ブロ
ック内の次ブロック・ポインタを得る。ステップＳ３で
は、システムにブロックの解放要求を出す。ステップＳ
４では、次ブロック・ポインタが０か否かを調べる。次
ブロック・ポインタが０の場合には終わりとし、０でな
い場合にはＳ１に戻る。
【００２１】図８は本発明のメモリ管理プログラムにお
ける指定域の解放処理を示す図である。指定域の解放要
求には空領域ポインタを示す情報が付加されている。指
定域の解放処理では下記のような処理が行われる。ステ
ップＳ１ではブロックを辿り、対象空領域が属するブロ
ックを見つける。ステップＳ２では、次の（初回は先頭
の）空領域を求める。ステップＳ３では、指定のポイン
タと等しいか否かを調べる。等しい場合にはＳ４に進み
、異なる場合にはＳ２に戻る。ステップＳ４では、上下
の空領域と隣接しているかを調べ、隣接していれば一つ
の空領域とする。
ける指定域の解放処理を示す図である。指定域の解放要
求には空領域ポインタを示す情報が付加されている。指
定域の解放処理では下記のような処理が行われる。ステ
ップＳ１ではブロックを辿り、対象空領域が属するブロ
ックを見つける。ステップＳ２では、次の（初回は先頭
の）空領域を求める。ステップＳ３では、指定のポイン
タと等しいか否かを調べる。等しい場合にはＳ４に進み
、異なる場合にはＳ２に戻る。ステップＳ４では、上下
の空領域と隣接しているかを調べ、隣接していれば一つ
の空領域とする。
【００２２】図９は利用者プログラムの処理手順の例を
示す図、図１０はデータ構造の例を示す図、図１１は本
発明による領域獲得の例を説明する図である。図１０に
示すように、管理域＋ブロックと言うデータ構造がある
と仮定する。図示の例では、管理域のサイズが３，ブロ
ックのサイズが２である。空領域は図１１（ａ）のよう
になっていると仮定する。ブロックを１０個作りたい場
合、従来のようなサイズを指定する領域獲得方法を採用
したときには、■５個ずつ作成■まとめて作成すること
が出来るが、何れの場合も領域の無駄や空領域の分散が
発生する。
示す図、図１０はデータ構造の例を示す図、図１１は本
発明による領域獲得の例を説明する図である。図１０に
示すように、管理域＋ブロックと言うデータ構造がある
と仮定する。図示の例では、管理域のサイズが３，ブロ
ックのサイズが２である。空領域は図１１（ａ）のよう
になっていると仮定する。ブロックを１０個作りたい場
合、従来のようなサイズを指定する領域獲得方法を採用
したときには、■５個ずつ作成■まとめて作成すること
が出来るが、何れの場合も領域の無駄や空領域の分散が
発生する。
【００２３】本発明によれば、図１１（ｂ）に示すよう
に、サイズ１７の空領域に７個、サイズ１１の空領域に
３個をうまくつめることが出来る。その手順を図９に示
す。ステップＳ１では、最低サイズ５を指定して獲得要
求を出す。ステップＳ２では、サイズ１７の領域のポイ
ンタが返却されるので、ここに７個のブロックを作成す
る。ステップＳ３では、さらに最低サイズ５を指定して
獲得要求を出す。ステップＳ４では、サイズ１１の領域
のポインタが返却されるので、ここに３個のブロックを
作成する。ステップＳ５では、残りサイズ２の領域の返
却を行う。
に、サイズ１７の空領域に７個、サイズ１１の空領域に
３個をうまくつめることが出来る。その手順を図９に示
す。ステップＳ１では、最低サイズ５を指定して獲得要
求を出す。ステップＳ２では、サイズ１７の領域のポイ
ンタが返却されるので、ここに７個のブロックを作成す
る。ステップＳ３では、さらに最低サイズ５を指定して
獲得要求を出す。ステップＳ４では、サイズ１１の領域
のポインタが返却されるので、ここに３個のブロックを
作成する。ステップＳ５では、残りサイズ２の領域の返
却を行う。
【００２４】
【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
によれば、獲得要求時には、最低サイズ指定を行うこと
が出来るため、必要以上にメモリ領域を獲得しなくても
済み、獲得できない場合の再獲得要求を行うと言った制
御が不要となる。また、割り当ては先ず空領域を探索し
て、存在すれば其処から割り当てるため、資源の有効な
利用と、高速な割り当てが可能である。
によれば、獲得要求時には、最低サイズ指定を行うこと
が出来るため、必要以上にメモリ領域を獲得しなくても
済み、獲得できない場合の再獲得要求を行うと言った制
御が不要となる。また、割り当ては先ず空領域を探索し
て、存在すれば其処から割り当てるため、資源の有効な
利用と、高速な割り当てが可能である。
【図１】本発明の原理説明図である。
【図２】本発明のメモリ管理プログラム管理下にあるブ
ロックの構造を示す図である。
ロックの構造を示す図である。
【図３】本発明における最低サイズ指定による領域獲得
処理を説明する図である。
処理を説明する図である。
【図４】本発明におけるサイズ指定による領域獲得処理
を説明する図である。
を説明する図である。
【図５】本発明における余り域返却処理を説明する図で
ある。
ある。
【図６】本発明による領域返却の例を示す図である。
【図７】本発明における全領域の解放処理を説明する図
である。
である。
【図８】本発明における指定域の解放処理を説明する図
である。
である。
【図９】領域獲得のための利用昔の処理手順の例を示す
図である。
図である。
【図１０】データ構造の例を示す図である。
【図１１】本発明による領域獲得の例を示す図である。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 【請求項の数１】 利用者と、メモリ管理処理手段と
、オペレーティング・システムとを具備し、メモリ管理
処理手段は、自己の管理下にあるブロックの中に、次ブ
ロック・アドレス，ブロック・サイズ，先頭空領域アド
レスを記入すると共に、ブロックの中に空領域がある場
合には、当該空領域の中に次空領域アドレス，空領域サ
イズを記入し、最低サイズ指定の領域獲得要求を利用者
から受け取ったときには、自己の管理下のブロックの中
に要求サイズ以上の空領域が存在するか否かを調べ、存
在する場合には該当する空領域を利用者に渡し、存在し
ない場合には、オペレーティング・システムに領域獲得
要求を出し、オペレーティング・システムから渡された
領域を利用者に渡すと共に、当該領域をブロックとして
、ブロックの連鎖に繋ぐように構成されていることを特
徴とするメモリ管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP41793490A JPH04217048A (ja) | 1990-12-18 | 1990-12-18 | メモリ管理装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP41793490A JPH04217048A (ja) | 1990-12-18 | 1990-12-18 | メモリ管理装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04217048A true JPH04217048A (ja) | 1992-08-07 |
Family
ID=18525932
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP41793490A Pending JPH04217048A (ja) | 1990-12-18 | 1990-12-18 | メモリ管理装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04217048A (ja) |
Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6376029A (ja) * | 1986-09-19 | 1988-04-06 | Fujitsu Ltd | プログラムテストにおける領域管理方式 |
| JPS6389950A (ja) * | 1986-10-02 | 1988-04-20 | Nec Corp | メモリ管理方式 |
| JPH01230150A (ja) * | 1988-03-10 | 1989-09-13 | Fujitsu Ltd | Ｏｓにおけるセル管理方式 |
| JPH02300949A (ja) * | 1989-04-28 | 1990-12-13 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | メモリ制御方法 |
-
1990
- 1990-12-18 JP JP41793490A patent/JPH04217048A/ja active Pending
Patent Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6376029A (ja) * | 1986-09-19 | 1988-04-06 | Fujitsu Ltd | プログラムテストにおける領域管理方式 |
| JPS6389950A (ja) * | 1986-10-02 | 1988-04-20 | Nec Corp | メモリ管理方式 |
| JPH01230150A (ja) * | 1988-03-10 | 1989-09-13 | Fujitsu Ltd | Ｏｓにおけるセル管理方式 |
| JPH02300949A (ja) * | 1989-04-28 | 1990-12-13 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | メモリ制御方法 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| CN101019105B (zh) | 使用条带化来存储数据的方法及装置 | |
| US4758951A (en) | Method for translating virtual addresses into real addresses | |
| US20020166022A1 (en) | Access control method, access control apparatus, and computer-readable memory storing access control program | |
| JPH08129457A (ja) | 外部記憶ストラクチャを拡大、縮小、及び再配分するための方法及び装置 | |
| CN117311997B (zh) | 一种计算芯片的内存管理方法、装置及计算芯片 | |
| CN109582658A (zh) | 一种分布式文件系统实现数据一致性的方法及装置 | |
| JPS6232518B2 (ja) | ||
| CN120407201B (zh) | 内存资源的分配方法、装置、电子设备、介质及产品 | |
| JPH04217048A (ja) | メモリ管理装置 | |
| JPS58164080A (ja) | 領域管理処理方式 | |
| US5623639A (en) | Memory management system for the time-wise management of memory | |
| CN102662891A (zh) | 基于亲和性感知的dma缓冲区管理方法及装置 | |
| JP2590859B2 (ja) | 情報処理装置における通信処理のメモリ管理方式 | |
| JPH05158783A (ja) | メモリブロック制御方式 | |
| JPS5835656A (ja) | セル管理制御方式 | |
| JPH0512225A (ja) | シンボル名による共有メモリエリア管理方式 | |
| CN117667764A (zh) | 内存管理方法、装置、电子设备及存储介质 | |
| JP2883200B2 (ja) | プリンタ装置における複数のメモリカードのアクセス管理方法 | |
| JP3566444B2 (ja) | 並列計算機及びその更新制御方法 | |
| JPH08221317A (ja) | メモリ管理方式 | |
| JPH08153036A (ja) | メモリ管理装置 | |
| JPH08249223A (ja) | 領域共用ファイルのデータ領域管理システム | |
| JPH08328946A (ja) | ２次記憶領域の管理方法 | |
| JPH05120094A (ja) | フアイル管理方式 | |
| JPH01274256A (ja) | メモリ管理方式 |