JPH04340147A - 計算機システム - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、セグメント方式により
仮想記憶空間の記憶保護を行う計算機システムにおける
仮想記憶ロードに利用する。

【０００２】本発明は、仮想記憶ロード時にセグメント
のバインドを行い、ロードに必要な物理セグメントが少
なくても仮想記憶空間にロードを行うことができる計算
機システムに関する。

【０００３】

【従来の技術】従来のセグメント方式で仮想記憶空間の
記憶保護を行う計算機システムの仮想記憶ロードについ
て図１０を参照して説明する。以後、ロードモジュール
中のセグメントと仮想記憶空間中のセグメントを区別す
るために、それぞれ論理セグメントおよび物理セグメン
トと呼ぶ。

【０００４】１０−１および１０−３は、仮想記憶空間
にロードされる論理セグメントを含むロードモジュール
である。１０−２は、論理セグメントごとにコンパイラ
、あるいは連係編集プログラムによって作成されたセグ
メント情報で、論理セグメントの記憶保護属性（書き込
み可能、読み出し可能、実行可能など）と、論理セグメ
ントのサイズ情報を含んでいる。１０−４は仮想記憶空
間であり、有限個の固定長の物理セグメントに分割され
ている。この物理セグメントは、番号と一対一に対応す
るようナンバリングされていて、その番号はセグメント
番号と呼ばれる。

【０００５】論理セグメントが仮想記憶空間にロードさ
れるとき、ロードセグメント一つに対して一つの物理セ
グメントが割り当てられそこにロードされる。論理セグ
メントのサイズは物理セグメントのサイズ以下なので、
物理セグメントの論理セグメントのロードされなかった
部分は空き領域になる。したがって、ロードモジュール
（１）１０−１、ロードモジュール（２）１０−３の論
理セグメントをロードした場合、仮想記憶空間１０−４
の物理セグメントに配置される。

【０００６】物理セグメントは有限個のために、ロード
する論理セグメントが多いとすべての論理セグメントを
仮想記憶空間にロードできなくなる場合がある。この場
合、バインダか連係編集プログラムのバインド機能を利
用して論理セグメントをバインドし、ロードモジュール
単位に論理セグメントの個数を減らしていた。そして、
この方法でも仮想記憶空間にすべての論理セグメントが
ロードできない場合は、プログラムの実行が不可能とな
っていた。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】従来の方式では、小さ
い論理セグメントをロードすると物理セグメント中に無
駄な空き領域ができてしまうのと、ロードする論理セグ
メントが多い場合にたくさんの物理セグメントが必要に
なり、物理セグメント数の諸元が圧迫され、論理セグメ
ントの個数を減らすために論理セグメントをバインドす
るにはバインダ、あるいは連係編集プログラムのバイン
ド機能を利用してロードモジュールを作成し直さなくて
はならず、バインダ、連係編集プログラムのバインド機
能ではロードモジュール単位にしか論理セグメントをバ
インドできないため、ロードする論理セグメントのうち
バインドで減らせる論理セグメントの個数に限りがあり
、バインドによって減らせるロードに必要な物理セグメ
ントの個数が少なくなってしまう課題があった。

【０００８】本発明はこのような課題を解決するもので
、一つの物理セグメントに複数の論理セグメントをロー
ドできるようにし、ロードに必要な物理セグメントが少
なくても仮想記憶空間にロードを行うことができる計算
機システムを提供することを目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、複数のロード
モジュールからセグメント情報を入力して、セグメント
方式により仮想記憶空間の記憶保護を行う計算機システ
ムにおいて、バインドされたセグメント名を格納するセ
グメントバインドテーブルと、セグメントのロケーショ
ンを格納するセグメントロケーションテーブルとを設け
、セグメントをバインドするステートメントを入力し、
そのステートメントからバインドするセグメントのセグ
メント名を取得し、そのセグメント名の前記セグメント
バインドテーブルへの登録および更新を行うセグメント
登録手段と、ステートメントで指定のあったセグメント
をバインドして前記仮想記憶空間にロードし、そのロー
ド情報の前記セグメントロケーションテーブルへの登録
、参照、および更新を行うバインドロード手段とを含む
ローダを備えたことを特徴とする。

【００１０】

【作用】バインドしたいロードモジュール中の論理セグ
メントをセグメントバインドテーブルに登録し、そのテ
ーブルに登録された論理セグメントを仮想記憶空間中の
物理セグメントにすでにロードされた論理セグメントに
バインドし、さらに、セグメントロケーションテーブル
にこれから論理セグメントをロードするアドレスを登録
して論理セグメントを仮想記憶空間にロードする。

【００１１】これにより、小さい論理セグメントをロー
ドしても物理セグメント中に無駄な空き領域が生じるこ
とがなくなり、ロードする論理セグメントの個数が多く
てもロードに必要な物理セグメントが少なくてすみ、物
理セグメントの数の諸元が圧迫されにくくなる。また、
論理セグメントの個数が減るために論理セグメントをバ
インドする場合に、バインダあるいは連係編集プログラ
ムのバインド機能を利用してロードモジュールを作成し
直す必要がなく、複数のロードモジュールにわたって論
理セグメントをバインドすることができ、バインドによ
ってロードに必要な物理セグメントの個数を増やすこと
ができる。

【００１２】

【実施例】次に、本発明実施例を図面に基づいて説明す
る。図１は本発明実施例の構成を示すブロック図である
。

【００１３】本発明実施例は、複数のロードモジュール
１−１からセグメント情報１−２を入力して、セグメン
ト方式により仮想記憶空間１−９の記憶保護を行う計算
機システムに、バインドされたセグメント名を格納する
セグメントバインドテーブル１−７と、セグメントのロ
ケーションを格納するセグメントロケーションテーブル
１−８とを設け、セグメントをバインドするステートメ
ントを入力し、そのステートメントからバインドするセ
グメントのセグメント名を取得し、そのセグメント名の
セグメントバインドテーブル１−７への登録および更新
を行うセグメント登録手段１−５と、ステートメントで
指定のあったセグメントをバインドして仮想記憶空間１
−９にロードし、そのロード情報のセグメントロケーシ
ョンテーブル１−８への登録、参照、および更新を行う
バインドロード手段１−６とを含むローダ１−４を備え
る。

【００１４】ＢＩＮＤステートメント１−３はローダ１
−４に入力する論理セグメントをバインドするステート
メントであり、ロードモジュール１−１はローダ１−４
に入力され、その中に含まれる各論理セグメントについ
てセグメント情報１−２を包含する。仮想記憶空間１−
９にはローダによって論理セグメントがロードされる。 セグメントバインドテーブル１−７はセグメント登録手
段１−５によって更新され、バインドロード手段１−６
によって参照される。

【００１５】セグメントロケーションテーブル１−８は
バインドロード手段１−６によって更新され、仮想記憶
空間１−９にロードされた論理セグメントのアドレスを
格納する。

【００１６】図２は本発明実施例におけるＢＩＮＤステ
ートメントを説明する図である。

【００１７】“／／ＢＩＮＤ”は論理セグメントをバイ
ンドしてロードする要求を示し、セグメント名としてバ
インドする論理セグメントの名前を記述する。“／／Ｂ
ＩＮＤ”とセグメント名とは“Δ”（空白）によって区
切られる。セグメント名とセグメント名との間は“，”
（コンマ）によって区切られ、次のステートメントとは
“；”によって区切られる。

【００１８】次に、セグメントバインドテーブルについ
て説明する。図５は本発明実施例におけるセグメントバ
インドテーブルの構成を示す図である。

【００１９】セグメントバインドテーブル１−７は、セ
グメント登録手段１−５によって作成更新され、バイン
ドテーブルディレクトリ５−１、バインドテーブル５−
２、セグメント情報テーブル５−３により構成される。

【００２０】バインドテーブルディレクトリ５−１の各
エントリは図１に示すＢＩＮＤステートメント１−３で
指定された論理セグメントごとに作成され、ＢＩＮＤス
テートメント１−３で指定された論理セグメントのセグ
メント名５−４とその論理セグメントの対応するバイン
ドテーブルへのポインタ５−５からなる。

【００２１】バインドテーブル５−２はＢＩＮＤステー
トメント１−３ごとに作成され、その各エントリは論理
セグメントごとに作成され、セグメント名５−６とそれ
をもつ論理セグメントに対応するセグメント情報テーブ
ルへのポインタ５−７からなる。ロード時には、セグメ
ントバインドテーブル１−７に格納されているセグメン
ト名をもつロードセグメント同志がバインドされる。

【００２２】次に、セグメント登録手段１−５の処理に
ついて説明する。図６は本発明実施例におけるセグメン
トバインドテーブルの作成例を示す図、図７は本発明実
施例におけるセグメント登録手段の処理の流れを示す流
れ図である。ここで、本実施例の場合、論理セグメント
のバインド可能の条件を論理セグメントの属性が一致し
ていることとする。

【００２３】ローダ１−４にＢＩＮＤステートメント６
−２、６−３を含むＢＩＮＤステートメント６−１およ
びロードモジュールが入力されたとする。ローダ１−４
はそのＢＩＮＤステートメントを検出するとセグメント
登録手段１−５を起動する。最初に、ＢＩＮＤステート
メント６−２を検出したとする。このときセグメント登
録手段１−５が起動し、ＢＩＮＤステートメント６−２
中に記述されているセグメント名をもつすべての論理セ
グメントのセグメント情報テーブルからセグメント属性
を得る（ステップ７−１）。

【００２４】次に、指定されたロードセグメントがバイ
ンド可能かどうかをチェックするためにその属性が一致
しているかどうかをチェックする（ステップ７−２）。

【００２５】一致していない場合はバインドができない
ので、このＢＩＮＤステートメント６−２を無効にし、
エラー処理を行い（ステップ７−８）、処理を終了する
。すべての論理セグメントの属性が一致している場合、
バインドテーブルディレクトリを登録する論理セグメン
トの個数分作成し拡張する（ステップ７−３）。その後
、セグメント名の格納エリアにＢＩＮＤステートメント
６−２に記述されたセグメント名をセットする（ステッ
プ７−４）。論理セグメントであるセグメントＡ、Ｂ、
Ｃのセグメント名を“Ａ”、“Ｂ”、“Ｃ”とすると、
図５に示すセグメント名５−４のようＡ、Ｂ、Ｃと登録
される。

【００２６】次に、処理中のＢＩＮＤステートメントに
対応するバインドテーブルを作成するための領域を確保
する（ステップ７−５）。そして、バインドテーブルデ
ィレクトリの論理セグメントの対応するバインドテーブ
ルへのポインタの格納エリアに作成したバインドテーブ
ルのアドレスをセットする（ステップ７−６）。この場
合、図６の６−５に示すようにバインドテーブル１のア
ドレスがセットされる。次いで、作成したバインドテー
ブルに、このバインドテーブルに対応する各論理セグメ
ントのセグメント名とセグメント情報テーブルのアドレ
スをセットし（ステップ７−７）、処理を終了する。こ
の場合、図６に示す６−６、６−７のようになる。

【００２７】ＢＩＮＤステートメント６−３をローダが
検出すると、再度この手段が起動し同様の処理を繰り返
す。この場合、すべてのＢＩＮＤステートメントの処理
を終えると、図６に示すようなセグメントバインドテー
ブルが作成される。

【００２８】次に、セグメントロケーションテーブルに
ついて説明する。図３は本発明実施例におけるセグメン
トロケーションテーブルの構成を示す図である。セグメ
ントロケーションテーブル１−８は、仮想記憶空間１−
９にロードされた論理セグメントのセグメント名３−１
が格納されるエリアと、論理セグメントがロードされた
物理セグメントのセグメント番号３−２が格納されるエ
リアと、論理セグメントがロードされた物理セグメント
の先頭からロードされた論理セグメントの先頭までのオ
フセット（バイト単位）３−３が格納されるエリアと、
セグメント情報３−４が格納されるエリアとにより構成
され、前述のセグメント情報テーブルの内容が格納され
る。

【００２９】次に、バインドロード手段１−６について
図４、図６、図８および図９を参照して説明する。図４
は本発明実施例におけるセグメントロケーションテーブ
ルの作成例を示す図、図８は本発明実施例におけるバイ
ンドロード手段の処理の流れを示す流れ図、図９は本発
明実施例におけるセグメントロード後の仮想記憶空間の
レイアウトを示す図である。

【００３０】ローダ１−４に、ＢＩＮＤステートメント
６−１と、ロードモジュール９−１および９−２が入力
され、仮想記憶空間９−３に、論理セグメントがロード
されるとする。図９中の９−４は物理セグメントごとに
割り振られたセグメント情報である。

【００３１】この場合、図６に示すようなセグメントバ
インドテーブルが作成される。最初に論理セグメントで
あるセグメントＦ（以下Ｆという。セグメントＡ、…に
ついても同様）のロード要求が到来したとする（ステッ
プ８−１）。このとき、Ｆのセグメント名“Ｆ”がバイ
ンドテーブルディレクトリに登録されているか否かチェ
ックする（ステップ８−２）。“Ｆ”が登録されていな
い場合には、新規にセグメント番号と物理セグメントを
割り当て（ステップ８−７）、セグメントロケーション
テーブルを更新する（ステップ８−８）。

【００３２】最初に、セグメント名“Ｆ”、次にセグメ
ント番号（この場合は図９に示す＃３）、先頭からのオ
フセット（この場合は０）、セグメント情報がセットさ
れ、図４に示す４−１のようになる。セグメント情報は
、セグメント情報テーブルより得ることができる。そし
て、Ｆを図９の９−５に示すように“＃３”の物理セグ
メントの先頭からロードし（ステップ８−９）、処理を
終了する。

【００３３】次に、Ａのロード要求がきたとする（ステ
ップ８−１）。Ａのセグメント名“Ａ”がバインドテー
ブルディレクトリに登録されているか否かチェックする
（ステップ８−２）。この場合図６の６−４に示すよう
に登録されているので、６−５よりＡに対応するバイン
ドテーブル（１）を得る（ステップ８−３）。

【００３４】次いで、バインドテーブル（１）にセグメ
ント名が格納されている論理セグメントのセグメント名
がセグメントロケーションテーブル１−８に格納されて
いるか否かチェックする（ステップ８−４）。仮想記憶
空間１−９にはＦ以外まだロードされていないとすると
、該当するセグメント名が見つからないので新規にセグ
メント番号（この場合、＃０とする）と物理セグメント
を割り当てる（ステップ８−７）。そして、セグメント
ロケーションテーブル１−８を図４の４−２に示すよう
に更新し（ステップ８−８）、図９の９−６に示すよう
にＡをロードする（ステップ８−９）。

【００３５】次に、Ｂのロード要求がきたとする（ステ
ップ８−１）。このときＢのセグメント名“Ｂ”がバイ
ンドテーブルディレクトリに登録されているか否かチェ
ックする（ステップ８−２）。図６の６−４に示すよう
に登録されていれば、同図の６−５よりＢに対応するバ
インドテーブル（１）を得る（ステップ８−３）。

【００３６】次いで、バインドテーブル（１）にセグメ
ント名が格納されている論理セグメントのセグメント名
がセグメントロケーションテーブル１−８に格納されて
いるか否かチェックする（ステップ８−４）。この場合
、セグメント名“Ａ”が見つかればＡの物理セグメント
の先頭からのオフセット（この場合は図４に示すように
０）とセグメント情報中のセグメントサイズ（この場合
は図４に示すように３００とする）をセグメントロケー
ションテーブル１−８から得て、それらを加えることに
よってＡのすぐ後ろまでのオフセットを求める（ステッ
プ８−５）。

【００３７】その後、ＢをＡの後ろにロードした場合、
ＢがＡのロードされている物理セグメントに入りきれる
か否かチェックする（ステップ８−６）。これは、先程
求めたオフセットにＢのサイズを加えてみて、それが物
理セグメントのサイズより大きいか小さいかでチェック
できる。大きい場合は、Ｂは入りきれなく、小さい場合
は入りきれるのでその物理セグメントにロードできるこ
とになる。この場合Ｂは入り切るものとすると、セグメ
ントロケーションテーブル１−８を更新する（ステップ
８−８）。Ｂのロードされるセグメント番号がＡと同じ
“＃０”で、物理セグメントの先頭からのオフセットは
ステップ８−５で求めたＡのすぐ後ろまでのオフセット
の“３００”がセットされる。そして、図９の９−７に
示すようにＢをロードし（ステップ８−９）、処理を終
了する。

【００３８】次に、Ｃのロード要求がきたとする。この
ときＢと同様に処理が行われるが、ＣはＡ、Ｂのロード
された物理セグメントに入り切れないとすると（ステッ
プ８−６）、新規にセグメント番号（この場合＃１とす
る）と物理セグメントとを割り当て（ステップ８−７）
、セグメントロケーションテーブル１−８を更新し（ス
テップ８−８）、図９の９−８に示すようにＣをロード
する（ステップ８−９）。

【００３９】以上のようにして、論理セグメントのロー
ド要求をすべて処理し終えると、セグメントロケーショ
ンテーブルは図４に示すようになり、仮想記憶空間は図
９に示すようになる。

【００４０】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、小
さい論理セグメントをロードしても物理セグメント中に
無駄な空き領域が生じることなく、ロードする論理セグ
メントの個数が多くてもロードに必要な物理セグメント
が少なくてすみ、また、物理セグメント数の諸元が圧迫
されにくく、論理セグメントの個数を減らすために論理
セグメントをバインドとする場合に、バインダあるいは
連係編集プログラムのバインド機能を利用してロードモ
ジュールを作成し直す必要がなく、例えば、動的リンク
時の場合には複数のロードモジュールにわたって論理セ
グメントをバインドすることができ、バインドによって
ロードに必要な物理セグメントの個数を増やすことがで
きる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明実施例の全体構成を示すブロック図。

【図２】本発明実施例におけるＢＩＮＤステートメント
を説明する図。

【図３】本発明実施例におけるセグメントロケーション
テーブルの構成を示す図。

【図４】本発明実施例におけるセグメントロケーション
テーブルの作成例を示す図。

【図５】本発明実施例におけるセグメントバインドテー
ブルの構成を示す図。

【図６】本発明実施例におけるセグメントバインドテー
ブルの作成例を示す図。

【図７】本発明実施例におけるセグメント登録手段の処
理の流れを示す流れ図。

【図８】本発明実施例におけるバインドロード手段の処
理の流れを示す流れ図。

【図９】本発明実施例におけるセグメントロード後の仮
想記憶空間のレイアウトを示す図。

【図１０】従来例におけるセグメントを仮想記憶空間に
ロードしたときのレイアウトを示す図。

【符号の説明】

１−１　　ロードモジュール １−２　　セグメント情報 １−３ＢＩＮＤステートメント １−４　　ローダ １−５　　セグメント登録手段 １−６　　バインドロード手段 １−７　　セグメントバインドテーブル１−８　　セグ
メントロケーションテーブル１−９　　仮想記憶空間

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　複数のロードモジュールからセグメン
   ト情報を入力して、セグメント方式により仮想記憶空間
   の記憶保護を行う計算機システムにおいて、バインドさ
   れたセグメント名を格納するセグメントバインドテーブ
   ルと、セグメントのロケーションを格納するセグメント
   ロケーションテーブルとを設け、セグメントをバインド
   するステートメントを入力し、そのステートメントから
   バインドするセグメントのセグメント名を取得し、その
   セグメント名の前記セグメントバインドテーブルへの登
   録および更新を行うセグメント登録手段と、ステートメ
   ントで指定のあったセグメントをバインドして前記仮想
   記憶空間にロードし、そのロード情報の前記セグメント
   ロケーションテーブルへの登録、参照、および更新を行
   うバインドロード手段とを含むローダを備えたことを特
   徴とする計算機システム。