JPH0448355A - 分散ページング制御方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、ページング方式による仮想記憶管理を行って
いる複数の計算機が高速回線網（例えば、１．５Ｍｂｐ
ｓ　ｌ５ＤＮ　（ＩｎｔｅｇｒａｔｅｄＳｅｒｖｉｃｅ
　　Ｄｉｇｉｔａｌ　　Ｎｅｔｗ。

ｒｋ）＊）を介して接続された情報処理システムにおけ
るページング方式の制御を行う分散ページング制御方式
に関する。

（従来の技術〕 −ａに、ページング方式による仮想記憶管理を行う計算
機を有する情報処理システムでは、自計算機に設けられ
たディスク装置をバッキングストアとして使用し、この
ディスク装置とメモリ　（主記憶袋ｆ）との間でページ
の置き換え（スワツピング）を行うページング制御方式
が採用されている。

従来、この種のページング制御方式では、ページの置き
換えが多発すると、百計算機内のディスク装置とメモリ
との間でページの置き換えが頻繁に行われその都度にデ
ィスク装置へのアクセスが必要となっていた。

〔発明が解決しようとする課題〕

上述した従来のページング制御方式では、ページの置き
換えが多発すると百計算機内のディスク装置とメモリと
の間でページの置き換えが頻繁に行われ、その都度にデ
ィスク装置へのアクセスが必要になるので、機械的なア
クセス時間（特に、シーク時間）によって数＋ｍ５ｅｃ
のオーバヘッドが発生するという欠点がある。

このようなオーバヘッドを低減するためにアクセスタイ
ムの短いディスク装置を採用する等の対策が採られるが
、機械的なアクセスを伴う以上はそのオーバヘッドの低
減には自ずと限界がある。

本発明の目的は、上述の点に鑑み、ページの置き換えに
要する時間を短縮することができ、ページの置き換えに
伴うオーバヘッドを短縮することができるページング制
御方式である分散ページング制御方式を提供することに
ある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の分散ページング制御方式は、各々がページング
方式による仮想記憶管理を行っている複数の計算機が高
速回線網を介して接続された情報処理システムにおいて
、１計算機および他社軍機に設けられているメモリ内の
メモリブロックの使用状況を示す情報を管理する百計算
機内のメモリブロック管理表と、１計算機に設けられて
いるディスク装置上の仮想記憶域のページが格納されて
いるメモリブロックを示す情報を管理する百計算機内の
拡張ページマツプ表と、百計算機内のメモリに格納され
ているページを追い出す際に百計算機内の前記メモリブ
ロック管理表の参照に基づき他計算機内のメモリに空き
メモリブロックが存在すると判断した場合に当該他計算
機内のメモリにページを追い出す制御を行い百計算機内
の前記拡張ページマツプ表の参照に基づき他計算機内の
メモリに追い出したページが要求されたと判断した場合
に当該他計算機に対してそのページの転送を要求し当該
他計算機から転送されてきたページを百計算機内のメモ
リの空きメモリブロックに格納する制御を行う百計算機
内の分散ページング制御部（上述の制御に際してはメモ
リブロック転送機構等を使用する）とを有する。

〔作用〕

本発明の分散ページング制御方式では、百計算機内のメ
モリブロック管理表が１計算機および他計算機に設けら
れているメモリ内のメモリブロックの使用状況を示す情
報を管理し、百計算機内の拡張ページマツプ表が１計算
機に設けられているディスク装置上の仮想記憶域のペー
ジが格納されているメモリブロックを示す情報を管理し
、百計算機内の分散ページング制御部が百計算機内のメ
モリに格納されているページを追い出す際に百計算機内
のメモリブロック管理表の参照に基づき他計算機内のメ
モリに空きメモリブロックが存在すると判断した場合に
当該他計算機内のメモリにページを追い出す制御を行い
百計算機内の拡張ページマツプ表の参照に基づき他計算
機内のメモリに追い出したページが要求されたと判断し
た場合に当該他計算機に対してそのページの転送を要求
し当該他計算機から転送されてきたページを百計算機内
のメモリの空きメモリブロックに格納する制御を行う。

〔実施例〕

次に、・本発明について図面を参照して詳細に説明する
。

第１図は、本発明の分散ページング制御方式の一実施例
の構成を示すブロック図である０本実施例の分散ページ
ング制御方式は、ページング方式による仮想記憶管理が
採用された計算機の一種であるワークステーションを含
む情報処理システムに本発明が通用されたものであり、
２台のワークステーション１１および工２と、両者を接
続する１、５ＭｔｌＳＩＳＤＮ網１３とを含んで網成３
れている。

各ワークステーション１１および１２は、それぞれ、Ｃ
ＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ　　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　　Ｕ
ｎｉｔ）１１１および１２１と、メモリ１１２および１
２２と、拡張ページマツプ表１１３および１２３と、メ
モリブロック管理表１１４および１２４と、分散ベージ
ング制御部１１５および１２５と、メモリブロック転送
機構１１６および１２６と、ディスク装置１１７および
１２７とを含んで構成されている。

メモリ１１２および１２２は、それぞれ単一長（ページ
と同じ大きさ）の複数個のメモリブロックに分割されて
いる。メモリ】１２または１２２内の各メモリブロック
の使用状況は、分散ページング制御部１１５または１２
５の制御により、メモリブロック管理表１１４または１
２４にリアルタイムに反映される。

第２図は、拡張ページマツプ表１１３または１２３の構
成の一例を示す図である。拡張ページマツプ表１１３ま
たは１２３は、ディスク装置１１７または１２７に設け
られた仮想記憶域がページに分割された際に各ページに
付けられる順次番号を示すページナンバ２１と、あるペ
ージが格納されているメモリブロックがワークステーシ
ョン１１内のものなのかワークステーション１２内のも
のなのかを示すワークステージタンアドレス２２と、ペ
ージが格納されているメモリブロックの番号を示すブロ
ックナンバ２３と、ページが自”ｙ−クステーシッン内
のメモリに存在しているか否かを示すページ不在ビット
２４（ページが自ワークステーション内のメモリに存在
していなければオンが設定され存在していればオフが設
定される）とから構成されている。

第３図は、メモリブロック管理表１１４または１２４の
構成の一例を示す図である。メモリブロック管理表１１
４または１２４は、ワークステーション１１内のメモリ
１１２を管理する情報であるかワークステーション１２
内のメモリ１２２を管理する情報であるかを示すための
ワークステーションナンバ３１　（ワークステーション
１１の識別番号またはワークステーション１２の識別番
号が設定される）と、メモリ１１２または１２２内の各
メモリブロックの番号を示すブロックナンバ３２と、各
メモリブロックが空き（使用されていない状況）である
か否かを示す空きビット３３（便用されていなければオ
ンが設定される）とから構成されている。

第４図（ａ）〜（ｅ）は、分散ベージング制御部１１５
または１２５の処理の一例を示す流れ図である。この処
理は、追い出しページ決定ステップ４０１と、空きメモ
リブロック有無判断ステップ４０２と、追い出し先決定
ステップ４０３と、ページ等転送ステップ４０４と、表
更新ステップ４０５と、ページ置き換えステップ４０６
と、空きビットオフステップ４１１と、要求ページ格納
位置取得ステップ４２１と、空きメモリブロック有無判
断ステップ４２２と、ページ置き換えステップ４２３と
、空きメモリブロック選択ステップ４２４と、転送要求
ステップ４２５と、空きピントオンステップ４３１と、
表更新ステップ４４１とからなる。

次に、このように構成された本実施例の分散ページング
制ｍ方式の動作について説明する。なお、ここでは第４
図（ａ）〜（ｅ）に示す処理が行われる場合の動作につ
いて説明する。

今、ワークステーション１１内のメモリ１１２が満杯状
態の時にＣＰＵＩＩＩからメモリ１１２上に存在しない
ページに対する要求があると、分散ページング制御部１
１５は以下に示すような処理を行う（第４図（ａ）参照
）。

まず、ＬＲＵ　（Ｌｅａｓｔ　　ＲｅｃｅｎｔｌｙＵｓ
ｅｄ）方式等により、要求されたページとの置き換えの
ためにメモリ１１２から追い出すページを決定する（ス
テップ４０１）、この場合には、そのページはメモリブ
ロック＃ｎ　（ｎは正整数）に格納されているページ＃
Ａ　（Ａは正整数）であったとする。

次に、メモリブロック管理表１１４を参照して、他ワー
クステーションであるワークステーション１２内のメモ
リ１２２に空きメモリブロック（使用されていないメモ
リブロック）があるか否かを判断する（ステップ４０２
）。

このステップ４０２でメモリ１２２に空きメモリブロッ
クがあると判断した場合には、その中の１つをページ＃
Ａの追い出し先として決定する（ステップ４０３）、こ
の場合には、その追い出し先のメモリブロックはメモリ
１２２内のメモリブロック＃ｍ　（ｍは正整数）である
ものとする。

ページ＃Ａの追い出し先を決定すると、メモリ１１２内
のメモリブロック＃ｎに格納されているページ＃Ａおよ
び追い出し先（メモリ１２２内のメモリブロック＃ｍ）
を示す情報を１．５ＭｂｐｓｌｓＤＮ網１３を介してワ
ークステーション１２に転送する（ページの転送につい
てはメモリブロック転送機構１１６を制御することによ
って行う）　（ステップ４０４）。

また、メモリ１１２内のメモリブロック＃ｎを示すメモ
リブロック管理表１１４内のブロックナンバ３２に対す
る空きビット３３をオンに更新すると共に、拡張ページ
マツプ表１１３内のページ＃Ａを示すページナンバ２１
に対するワークステーションアドレス２２．ブロツクナ
ンバ２３およびページ不在ビット２４のそれぞれをワー
クステーション１２を示す情報、メモリブロック＃ｍを
示す情報およびオンに更新する（ステップ４０５）。

なお、ステップ４０２でメモリ１２２に空きメモリブロ
ックがないと判断した場合には、上述の処理（ステップ
４０３〜４０５の処理）を行わずに、従来技術のように
メモリ１１２とディスク装置１１７との間でページの置
き換えを行う（ステップ４０６）。

ワークステーション１１から１．５ＭｂｐｓＩＳＤＮ綱
１３を介してページ＃Ａおよび追い出し先（メモリブロ
ック＃ｍ）を示す情報が送られてくると、ワークステー
ション１２内のメモリブロック転送機構１２６はページ
＃Ａをメモリ１２２内のメモリブロック＃ｍに格納する
（分散ページング制御部１１５からの制御に基づいて格
納する）。

それと共に、ワークステーション１２内の分散ページン
グ制御部１２５は、第４図（ｂ）に示すように、メモリ
１２２内のメモリブロック＃ｍを示すメモリブロック管
理表１２４内のブロックナンバ３２に対する空きビット
３３をオフにする（ステップ４１１）。

上述したようにしてページ＃Ａがワークステーション１
２内のメモリ１２２のメモリブロック＃ｍに追い出され
た後に、ＣＰＵＩ　１１からページ＃Ａに対する要求が
あると、ワークステーション１１内の分散ページング制
御部１１５は以下に示すような処理を行う（第４図（Ｃ
）参照）。

まず、拡張ページマツプ表１１３を参照して、ページ＃
Ａの格納位置（ワークステーション１２内のメモリ１２
２におけるメモリブロック＃ｍ）を求める（ステップ４
２１）、なお、このページ＃Ａが自ワークステーション
であるワークステーション１１内のディスク装置１１７
に格納されている場合の処理は、従来技術における処理
と同様である。

次に、メモリブロック管理表１１４を参照して、メモリ
１１２に空きメモリブロックがあるか否かを判断する（
ステップ４２２）。

このステップ４２２でメモリ１１２に空きメモリブロッ
クがないと判断した場合には、上述の第４図＜ａ＞に示
す処理と同様にしてページの置き換えを行い（ステップ
４２３）、空きメモリブロック（この場合には、メモリ
ブロック＃１　（１は０または正整数）とする）を作成
した後に、ワークステーション１２に対して１．５Ｍｂ
ｐｓｌＳＤＮ網１３を介してメモリブロック＃ｍの内容
（ページ＃Ａ）の転送要求を行う（ステップ４２５）。

また、ステップ４２２でメモリ１１２に空きメモリブロ
ックがあると判断した場合には、空きメモリブロックの
中の１つを選択しくこの場合には、メモリブロック＃ｌ
が選択されるものとする）（ステップ４２４）、ワーク
ステーション１２に対して１．５ＭｂｐｓＩＳＤＮ網１
３を介してメモリブロック＃ｍの内容の転送要求を行う
（ステップ４２５）。

ステップ４２５における転送要求が行われると、ワーク
ステーション１２内のメモリブロック転送機構１２６は
メモリ１２２のメモリブロック＃ｍの内容を１．５Ｍｂ
ｐｓｌＳＤＮ網１３を介してワークステーション１１に
転送する（分散ページング制御部１２５からの制御に基
づいて転送する）。

それと共に、ワークステーション１２内の分散ページン
グ制御部１２５は、第４図（ｄ）に示すように、メモリ
１２２内のメモリブロック＃ｍを示すメモリブロック管
理表１２４内のブロックナンバ３２に対する空きビット
３３をオンにする（ステップ４３１）。

ワークステーション１２から１．５ＭｂｐｓｌＳＤＮ綱
１３を介してメモリブロック＃ｍの内容（ページ＃Ａ）
が送られてくると、ワークステーション１１内のメモリ
ブロック転送機構１１６はその内容をメモリ１１２内の
メモリブロック＃ｌに格納する（分散ページング制御部
１１５からの制御に基づいて格納する）。

それと共に、ワークステーション１１内の分散ページン
グ制御部１１５は、第４図（ｅ）に示すように、メモリ
１１２内のメモリブロック＃ｌを示すメモリブロック管
理表１１４内のブロックナンバ３２に対する空きビット
３３をオフに更新すると共に、拡張ページングマツプ表
１１３内のページ＃Ａを示すページナンバ２１に対応す
るワークステーションアドレス２２．ブロツクナンバ２
３およびページ不在ビット２４のそれぞれをワークステ
ーション１２を示す情報、メモリブロック＃ｌを示す情
報およびオフに更新する（ステップ４４１）、これによ
り、第４図（ａ）〜（ｅ）に示す一連の処理が終了する
。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明は、各々がページング方式に
よる仮想記憶管理を行っている複数の計算機（ワークス
テーション等）が高速回線網を介して接続された情報処
理システムにおいて、ページの置き換えが必要になった
場合に古いページ（追い出すべきページ）を自計算機内
のディスク装置に追い出すのではな（高速回線網を介し
て他計算機内のメモリの空きメモリブロックに転送して
格納し、上述の古いページが再び必要になった場合に当
該他計算機内のそのメモリブロックからその古いページ
を１計算機に転送するように制御することにより（高速
回線網を介した計算機間のデータ伝送（ページの転送等
）の高速化は容易である）、ページの置き換え時にシー
ク時間等の機械的なアクセス時間が常に必要であった従
来技術と比較して、ページの置き換えに要する時間を容
易に短かくすることができ、ページの置き換えに伴うオ
ーバヘッドを短縮することができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、 第２図は第１図中の拡張ページマツプ表の構成の一例を
示す図、 第３図は第１図中のメモリブロック管理表の構成の一例
を示す図、 第４図（ａ）〜（ｅ）は第１図中の分散ページング制御
部の処理の一例を示す流れ図である。 図において、 １１．１２・・・ワークステーション、１３・−−・−
−１，５ＭｂｐｓｌＳＤＮ網、２１・・・・・・ページ
ナンバ、 ２２・・・・・・ワークステーションアドレス、２３・
・・・・・フロンクナンバ、 ２４・・・・・・ページ不在ビット、 ３１・・・・・・ワークステーションナンバ、３２・・
・・・・ブロックナンバ、 ３３・・　・　・　・・空きピント、 １１１　１２１　・ＣＰＵ、 １１２．１２２・メモリ、 １１３．１２３・拡張ベージングマツプ表、１１４．１
２４・メモリブロック管理表、１１５．１２５・分散ペ
ージング制御部、１１６．１２６・メモリブロック転送
機構、１１７，１２７・ディスク装置である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 各々がページング方式による仮想記憶管理を行っている
   複数の計算機が高速回線網を介して接続された情報処理
   システムにおいて、 自計算機および他計算機に設けられているメモリ内のメ
   モリブロックの使用状況を示す情報を管理する自計算機
   内のメモリブロック管理表と、自計算機に設けられてい
   るディスク装置上の仮想記憶域のページが格納されてい
   るメモリブロックを示す情報を管理する自計算機内の拡
   張ページマップ表と、 自計算機内のメモリに格納されているページを追い出す
   際に自計算機内の前記メモリブロック管理表の参照に基
   づき他計算機内のメモリに空きメモリブロックが存在す
   ると判断した場合に当該他計算機内のメモリにページを
   追い出す制御を行い、自計算機内の前記拡張ページマッ
   プ表の参照に基づき他計算機内のメモリに追い出したペ
   ージが要求されたと判断した場合に当該他計算機に対し
   てそのページの転送を要求し当該他計算機から転送され
   てきたページを自計算機内のメモリの空きメモリブロッ
   クに格納する制御を行う自計算機内の分散ページング制
   御部と を有することを特徴とする分散ページング制御方式。