JPH0519177B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、一般にデイスク・オペレーテイン
グ・システムに関し、特に、処理（プロセス）中
のアドレス空間（スペース）をコンピユータ・シ
ステム等の実際のコア及びデイスク記憶（メモ
リ）空間に割当てる仮想メモリ方法に関するもの
である。

〔発明の概要〕

本発明は、デイスク・オペレーテイング・シス
テムにおいて、１以上の処理の仮想（仮の）記憶
空間位置をコンピユータ・システム等の実際のデ
イスク又はコア・メモリの記憶空間位置に変換す
るもので、実及び仮想記憶（メモリ）空間を同じ
サイズの複数ページに分割し、実記憶ページを可
変サイズのセグメントの群に分ける。そして、各
実記憶セグメントにそれぞれセグメント・ペー
ジ・テーブルを設け、そのなかの各エントリ（登
録項目）に１つのページの性質及び位置を表示さ
せる。また、各処理に対しそれぞれ処理マツプ・
リストを設け、そのなかの各エントリによつて仮
想記憶ページの１続きの（隣接）部分を１つセグ
メント・ページ・テーブルに割当てる（マツピン
グする）。或る処理のプログラムを実行する前に、
上記オペレーテイング・システムは、対応する処
理マツプ・リスト及びこのリストによつて割当て
られたセグメント・ページ・テーブルを用いて、
処理の仮想記憶ページを実記憶ページに直接割当
てる処理ページ・テーブルを作成する。こうし
て、上記オペレーテイング・システムは、対応す
る処理が仮想記憶位置をアクセスしよう（呼出そ
う）とする度に、上記の処理ページ・テーブルを
用いて仮想記憶アドレスを実記憶アドレスに変換
する。

〔従来の技術及び問題点〕

マルチ・プログラミング・コンピユータ・オペ
レーテイング・システムにおいて、多くの独立し
た処理は、時分割割当て法によつてコンピユー
タ・システムの中央処理ハードウエアを使用す
る。ユーザには、或る処理に対応したプログラム
が連続的に実行されているように見えるが、通
常、その処理はプログラムの部分的実行には充分
な短期間だけシステム処理ハードウエアを連続的
に使用し、あとは他の処理がプロセツサを使用し
ている。すなわち、幾つかの処理が行なわれる場
合、プログラムが完全に実行されるまでには、各
処理は多数回にわたつて中央プロセツサに制御さ
れたり、制御から離れたりしている。ユニツクス
（UNIX）の如きデイスク・オペレーテイング・
システムにおいて、各処理は、各自の「仮想」メ
モリ・アドレス空間にデータを書込んだり、そこ
からデータを読出したりするが、このオペレーテ
イング・システムは、実際には、各処理のデータ
を上記の仮想アドレスとは無関係のコア・メモリ
又はデイスクのアドレスに記憶する。或る処理が
読出し又は書込みのため仮想アドレスをアクセス
しようとすると、オペレーテイング・システムが
仮想アドレスを実際のコア・メモリ・アドレスに
変換する。データがデイスク上ならば、処理がこ
のデータをアクセスする前に、オペレーテイン
グ・システムはデイスク上のデータをコアに読込
まなければならない。隣接した仮想アドレスのブ
ロツクが隣接した実アドレスのブロツクに対応す
るように、仮想アドレスをブロツク毎に実メモリ
（記憶）位置にマツピングする（対応して割当て
る）。データもコア・メモリ及びデイスク・フア
イル間でブロツク毎に移動又は交換（スワツプ）
される。処理の仮想アドレス・スペース（本明細
書ではアドレス・スペースをアドレス空間と呼ぶ
こともある）は、１組の隣接した仮想アドレスの
ブロツクより成る。実メモリの関連ブロツクの或
るものはコア内に存在し、他のブロツクがまだデ
イスクに存在することはありうるが、いずれの場
所においても、ブロツクを隣接させたり特定の順
序で記憶する必要はない。

或る処理の仮想メモリ空間は、隣接したコア領
域にマツピングする必要はなく、任意の時点で２
次的なデイスク記憶装置にマツピングしてもよい
ので、実メモリは効果的な方法で幾つかの処理の
間において割当てることができるし、１つ以上の
稼働中の処理の仮想アドレス・スペースを組合せ
たものがシステムのコア・アドレス・スペースを
越えてもよい。従来は、一般に、ページング法、
セグメンテーシヨン法及びこれらページング及セ
グメンテーシヨンを組合せた方法により、ブロツ
ク・マツピングを行なつていた。純粋なページン
グ・システムにおいては、仮想メモリのページを
実メモリの対応するサイズのページにマツピング
しうるように、実記憶ブロツク及び仮想記憶ブロ
ツクは、一定サイズの隣接したアドレス位置のペ
ージ群で構成される。一定サイズのページを使用
すると、オペレーテイング・システムは利用可能
なメモリのブロツク及びデイスクのアドレスのリ
ストを簡単に作成でき、メモリ内へ又はメモリ外
へスワツプされる各ブロツクのサイズとこれを受
け入れることができるブロツクのサイズとを比較
する必要がないので、オペレーテイング・システ
ムの経費が最少になる。或る処理の仮想アドレ
ス・スペースは、ページ・リストにより実メモ
リ・スペースにマツピングされる。しかし、純粋
なページング方法には幾分無駄があり、すべての
ページがデータで埋まらないため、コア・メモリ
又はデイスクの記憶スペースの各ブロツクを全部
利用できない。ページを小さくすればこの問題を
改善できるが、ページが小さすぎると長いペー
ジ・リストを使用しなければならず、コア・メモ
リの負荷が増加する。

セグメンテーシヨン・システムにおいては、各
ブロツクはサイズが可変の連続したアドレス・ス
ペースの「セグメント」であり、セグメントは、
処理に対応したデータの特定の部分を記憶するの
に充分なように設定される。各セグメントの第１
アドレスの実メモリ位置を示すポインタのリスト
から成るセグメント・マツプ・テーブルにより、
処理の仮想アドレス空間を実メモリ空間にマツピ
ングする。この方法は、純粋なページング方法よ
りもメモリの各ブロツクを良好に利用できるが、
コア及びデイスク記憶装置間でセグメントを移動
するときセグメントのサイズを合わせるために、
オペレーテイング・システムの経費がより大きく
なる。

セグメンテーシヨン及びページングを組合せた
システムにおいては、実メモリを等しいサイズの
ページに分割し、仮想メモリをサイズが可変のセ
グメントに分割する。各セグメントは、実メモ
リ・ページ全体の数にマツピングできる仮想アド
レス・スペースをカバーする。オペレーテイン
グ・システムは、まず処理マツプ・リストを用い
てセグメント・ページ・テーブルを見付け、次に
ページ・リストを用いてセグメント内のページの
実メモリ位置を見付けることにより、仮想アドレ
スに対応する実アドレス位置を見付ける。２つの
独立した処理が例えば同じプログラム・テキスト
を実行している場合に、これらの処理マツプ・リ
ストが同じページ・テーブルを示したとき、これ
ら２つの独立した処理は同じセグメントを共有で
きることになる。この方法は、オペレーテイン
グ・システムが２つのテーブルを参照して仮想ア
ドレスを変換する必要があるという点で、純粋な
ページング法及び純粋なセグメンテーシヨン法よ
りも劣つている。しかし、セグメンテーシヨン及
びページングを組合せたこの方法は、存在するセ
グメント・ページ・テーブルを示す処理マツプ・
リスト・エントリ（登録項目）を作成することに
より、１つの処理が他の処理が使用するデータの
大部分を簡単にコピーできるという点で、他の方
法より優れている。複数の処理がメモリ・ページ
を共有するのは、データがどの処理によつても変
更できない「読出し専用」のものである場合に限
られる。一般には、これは、プログラムのデータ
又はスタツク部分でなくテキスト部分でもよい。
従来では、独立した各処理は全セグメントを共有
できるのみであつた。すなわち、或る処理をセグ
メントの選択したページのみにマツピングするこ
とはできなかつた。

上述のユニツクスの如きシステムにおいては、
「フオーク」という動作により新たな処理が開始
される。フオーク動作において、１つの処理は
「親」処理及び「子」処理と呼ぶ２つの独立した
同時処理に分割される。親及び子は、主メモリを
共有しないが開放デイスク・フアイルを共有す
る。フオーク時には、子のために、すべての書込
み可能なデータ・セグメントをコピーしなければ
ならない。

セグメンテーシヨン及びページングの両方を使
用するも、仮想アドレスを実記憶位置に変換する
のに単一のテーブル参照のみでよい仮想メモリ・
システムがあれば、便利である。かかるシステム
は、複数の処理が読出し専用データ・セグメント
及び書込み可能なデータ・セグメントの両方を共
有することができるので、好都合である。これ
は、子又は親が実際にデータ・セグメントをアク
セスしようとする時まで、子のための書込み可能
なデータ・セグメントをコピーする必要がない。
コア空間の必要性、したがつて、コア空間を自由
にするデイスク・オペレーシヨンの必要性が減少
する。処理仮想スペースが他の処理用のセグメン
トの一部のみにマツピングできるならば、コア及
びデイスクの記憶スペースを更に節約できる。

したがつて、本発明の目的の１つは、複数の処
理が同じコア及びデイスク記憶装置の選択した部
分を共有できるデイスク・オペレーテイング・シ
ステムの新規且つ改良した仮想メモリ方法の提供
にある。

本発明の他の目的は、単一のテーブル参照動作
により仮想アドレスから実アドレスへの変換がで
きる新規且つ改良した仮想メモリ方法の提供にあ
る。

本発明の更に他の目的は、独立した処理が読出
し専用セグメントと共に書込み可能セグメントを
共有できる新規且つ改良した仮想メモリ方法の提
供にある。

本発明の他の目的は、最少のコピーによりフオ
ーク動作を実現する仮想メモリ方法の提供にあ
る。

〔問題点を解決するための手段及び作用〕

本発明によれば、マルチ・プログラムミング・
デイスク・オペレーテイング・システムが各処理
の仮想メモリ空間を所定数の隣接仮想アドレスを
含む仮想隣接ページの複数の組に分割する。同時
に、システムがアクセスするコア及びデイスク記
憶スペースも、仮想ページと同じ所定数の実メモ
リ位置を有するページに分割する。これら実メモ
リ・ページは、１組のセグメント・ページ・テー
ブルで特徴が表示される実メモリ・セグメント群
に分割される。各ページ・テーブルのエントリ
は、実メモリ・ページの位置をマツピングし、各
処理に対応する独立マツプ・リストは、仮想メモ
リ・ページのマツプをセグメント・ページ・テー
ブルのすべて又は任意の隣接した部分にマツピン
グする。こうすると、２個以上の処理を同じセグ
メント・ページ・テーブルの選択した部分にマツ
ピングできるので、各処理は、各セグメント・ペ
ージ・テーブルによりマツピングされたコア・ス
ペース又はデイスク・フアイルの部分を共有でき
る。

また、本発明によれば、対応した処理マツプ・
リスト及びセグメント・ページ・テーブルに記憶
されたデータを用いて、各処理用に独立した処理
ページ・テーブルを作成する。処理ページ・テー
ブルは、処理仮想アドレス・スペースのページを
実コア又はデイスク記憶ページに直接マツピング
する。各処理に対応した処理マツプ・リストは、
個々のセグメント・ページ・テーブルと共に、必
要に応じてコア・メモリ内へ又は外にスワツプさ
れる。しかし、必要ならば処理ページ・テーブル
をコア内に作成し、不要なときには破棄してデイ
スク記憶装置にスワツプしない。よつて、本発明
は、セグメンテーシヨン及びページングの組合せ
システムを用いて仮想スペースから実スペースへ
のマツピングを設定すると共に、純粋のページン
グ・システムを用いて実際の仮想アドレスから実
アドレスへのスワツプを行ない、処理が同じセグ
メントを共有できるようにする一方、単一のテー
ブルを参照して仮想アドレスから実アドレスへの
変換を行なうことができる。

更に本発明によれば、フオーク動作において、
オペレーテイング・システムは、子の仮想スペー
スの読出し専用部分を親の存在するページ・テー
ブルにマツピングして、子処理用の新たな処理マ
ツプ・リストを作成する。またオペレーテイン
グ・システムは、親のセグメント・ページ・テー
ブルを指示する任意の書込み可能なセグメントに
対する子処理用の重複した「専用」セグメント・
ページ・テーブルを作成する。専用マツピングを
行なつたことを示すため、親ページ・テーブルに
関連したフラグを設定する。親又は子処理が実在
のページ書込みを行なおうとするとき、新たなコ
ピーを子のためのコアに移し、子セグメント・ペ
ージ・テーブル・エントリをそのページに転送す
る。こうして、いかなるデイスク・アクセス動作
もすることなくフオーク動作が生じ、共有ページ
を変更するまで、その後のデイスク・アクセスを
必要としない。なお、従来では、ページをコピー
し、子処理用に新たなメモリを割当てていた。

〔実施例〕

以下、添付図を参照して本発明の好適な実施例
を説明する。第１図は、本発明の仮想メモリ方法
により、多処理デイスク・オペレーテイング・シ
ステムにおいて実行する幾つかの処理をメモリ・
マツピングするのに使用する仮想テーブル、リス
ト及びフアイルの例を示す。本仮想メモリ方式に
おいては、コンピユータ・システムでの各処理が
専用の仮想アドレス・スペースをアクセスできる
ようになつている。これらの好適な実施例は、バ
ークレー標準ビー・エス・デイ4.2ユニツクス
（Berkley Standard B.S.D. 4.2 Unix）デイス
ク・オペレーテイング・システムの改良であり、
テクトロニツクス6000型コンピユータ上で実行さ
れる。しかし、広範な見地からみると、本発明
は、ユニツクス・オペレーテイング・システム又
はバツクス（Vax）モデル・コンピユータと組合
せての使用に限定されるものではない。

現在のユニツクス・システムは、各処理用のペ
ージ・リストをもち、これらページ・リストの各
エントリは、対応する処理の隣接した仮想アドレ
ス空間のブロツクのコア・メモリ内の実アドレス
空間の同様なサイズのブロツク又はデイスク空間
の同様なサイズのブロツクにマツピングできる。
２つの処理を同一の実メモリ空間にマツピングで
きるが、これは同一の読出し専用テキストを共有
するためそうするにすぎない。本発明では、従来
のユニツクス・オペレーテイング・システムと同
様に、仮想及び実アドレス・スペースを隣接した
アドレス・スペースの等しいサイズのページにペ
ージングする。各処理用の処理ページ・テーブル
を用いて、仮想アドレス・スペースをコア及びデ
イスクのスペースにマツピングする。２つのこの
ような処理ページ・テーブル１０を第１図に示
す。しかし、本発明においては、コア及びデイス
ク記憶ページをサイズが可変の複数の記憶セグメ
ントにグループ分けする。そして、セグメント・
ページ・テーブル１２を設け、これに各ページの
実コア又はデイスク記憶位置のトラツクをもたせ
る。第１図においては、テーブルＡ、Ｂ及びＣと
名付けた３つのセグメント・ページ・テーブルを
示したが、実際には非常に多くのセグメント・テ
ーブルを設ける。セグメントＡページ・テーブル
は６つのページ・テーブル・エントリを有し、セ
グメントＢページ・テーブルは５つのページ・テ
ーブル・エントリを有し、セグメントＣページ・
テーブルは２つのページ・テーブル・エントリを
有する。

セグメント・ページ・テーブル・エントリに
は、５種類ある。セグメントＡページ・テーブル
のエントリ１の如き「PG−FTEXT」エントリ
は、デイスク１６のフアイル領域１４におけるペ
ージの記憶位置Ａを示す。セグメントＡページ・
テーブル１２のエントリ２の如き「PG−
FCORE」ページ・テーブル・エントリは、コ
ア・メモリ１８の非物理的（すなわち、非メモ
リ・マツプドＩ／Ｏ）領域１７におけるページの
第１アドレスＢを示す。セグメントＡページ・テ
ーブル１２のエントリ３の如き「PG−FSWAP」
エントリは、デイスク１６のスワツプ領域２０に
おけるページの記憶位置Ｃを示す。スワツプ領域
２０を用いて、コア・メモリ１８より転送された
データのページを一時的に保持する。セグメント
Ａページ・テーブルのエントリ４及び５の如き
「PG−FZERO」エントリは、（ハイフンで示した
如く）どこも示さず、ページがコア又はデイスク
に存在せず、必要ならばコア内に作成して０で埋
めてもよいことを表わす。セグメントＢページ・
テーブルのエントリ３の如き「PG−FSEG」エ
ントリは、他のページ・テーブル・エントリを示
す。このPG−FSEG型のエントリはあとで詳細
に述べる。

本発明の好適な実施例を含んだ大部分のユニツ
クス・オペレーテイング・システムは、２つ以上
の隣接したページの「クラスタ」（群）の形でコ
ア・メモリ又はデイスクとの間でページを移動さ
せる。よつて、第１図においては、簡単のため、
セグメント内の隣接したページ及び処理ページ・
テーブルをランダムに異なつた形式のものとして
示したが、実際には、これらのテーブルは同じ形
式の２つ以上の隣接ページ・テーブル・エントリ
のクラスタから成る。

コア・メモリ内に、各セグメント・ページ・テ
ーブルに対応したセグメント・フアイル２６を設
ける。ページ・テーブルが現在コア内ならば、セ
グメント・フアイルは、デイスク１６のフアイル
領域１４上における対応セグメント・ページ・テ
ーブル１２の位置及びセグメント・ページ・テー
ブルの最初の（開始）コア・メモリ・アドレスの
位置を含む、セグメントに関する有効なデータを
記憶する。例えば、第１図のセグメントＡフアイ
ルは、セグメントＡページ・テーブルの第１アド
レスＰを指示し、セグメントＢ及びＣフアイル
は、セグメントＢ及びＣページ・テーブルの第１
アドレスＱ及びＲを指示する。

各処理に対し、それぞれ処理マツプ・リスト２
２を設ける。第１図の実施例は、２つの処理（処
理１及び２）をこのシステムが処理中である場合
を示す。処理マツプ・リスト２２上の各エントリ
は、この処理の１組の隣接した仮想アドレス空間
ページを、セグメント・ページ・テーブル１２上
の１つ以上の隣接したエントリにマツピングする
ものである。処理マツプ・リスト２２の各エント
リは、セグメント・フアイル２６の開始アドレス
すなわちセグメント・ページ・テーブル１２のデ
イスク又はコア位置を示す。また、マツプ・リス
ト２２のマツピング・エントリは、このエントリ
によりマツピングされた第１仮想空間ページの
数、第１セグメント・ページ・テーブル・エント
リの数、及びマツピング内に含まれるセグメン
ト・ページ・テーブル・エントリの総数を含んで
いる。例えば、処理１用のマツプ・リスト２２の
マツピング・エントリ１は、処理１仮想スペース
のセグメントをセグメントＡページ・テーブル１
２のエントリのすべてのページ・テーブル・エン
トリにマツピングする。マツピング・エントリ
（Ｌ、１、１、６）は、セグメントＡページ・テ
ーブル１２の第１アドレスＰを示すセグメントＡ
フアイル２６の第１アドレスＬを示す。マツピン
グ・エントリに含まれたデータにより、マツプ・
リスト・エントリのＬに続く第１の数字１で指示
される仮想スペース・ページ１において、マツピ
ングが開始される。マツプ・リスト・エントリ内
のＬに続く第２の数字１により示される如く、マ
ツピング内に含まれた最初のセグメントＡペー
ジ・テーブル・エントリは、エントリ１である。
また、マツプ・リスト・エントリにおいて数字６
で示される如く、ページ・テーブル・エントリの
総数６もマツピング内に含まれている。このよう
にして、処理１マツプ・リストにおける第１エン
トリは、処理１の仮想メモリの６つの隣接したペ
ージをマツピングする。

処理１マツプ・リスト２２のマツピング・エン
トリ２は、セグメントＢフアイル２６の第１アド
レスを示し、第１の変位を示す「２」と含まれる
エントリの総数を示す他の「２」とを記憶するこ
とにより、処理１の仮想スペースの他のセグメン
トである仮想スペース・ページ７及び８を、セグ
メントＢページ・テーブル・リスト１２のエント
リ２及び３にマツピングする。セグメントＢペー
ジ・リスト（テーブル）がコア内の場合、セグメ
ントＢフアイル２６は、セグメントＢページ・リ
ストの第１アドレスＱを示す。そうでない場合
は、このセグメントＢフアイル２６は、デイスク
上のページ・リストの記憶位置Ｑを示す。よつ
て、従来のセグメンテーシヨン及びページングの
組合せシステムと違つて、マツプ・リスト２２の
エントリは、仮想セグメントをページ・テーブル
全体でなくセグメント・ページ・テーブル１２の
部分のみにマツピングできるので、２つ以上の処
理が同じ実メモリ・スペースを共有する機会が増
加する。

２つの処理マツプ・リスト２２のエントリは、
同じセグメント・ページ・テーブル１２にマツピ
ングできる。例えば、処理２マツプ・リスト２２
のマツピング・エントリ１が処理２仮想空間のセ
グメントをセグメントＢページ・テーブル・リス
ト１２のすべてにマツピングする一方、処理１マ
ツプ・リスト２２のエリント２がその仮想空間の
部分をセグメントＢページ・テーブル・リスト１
２のエントリ２及び３にマツピングする。よつ
て、処理１及び２の両仮想空間は、セグメントＢ
ページ・リストのエントリ２及び３が表わすコア
又はデイスク記憶のページを共有する。

例えば、プログラムがメモリ・マツプドＩ／Ｏ
ポートのアクセスを捜す場合のように、コンピユ
ータ・システムの物理的メモリを直接アクセスす
る必要のあるプログラムを処理が実行中の場合、
対応する仮想及びコア・メモリ・ページのアドレ
スは同じでなければならない。この場合、マツ
プ・リスト・エントリは、セグメント・ページ・
テーブル１２を示さず、このエントリにダツシユ
記号で表わす如くどこも指示しない。コア内のそ
のページの記憶位置は決して変更しないので、物
理的メモリのページのトラツクを維持するのに、
セグメント・ページ・テーブルは必要ない。処理
１マツプ・リストのマツピング・エントリ３及び
処理２マツプ・リストのエントリ３は、物理的メ
モリ・マツピングの例である。

各処理マツプ・リスト２２の開始アドレスは、
オペレーテイング・システムによりコア内に維持
された処理テーブル２４内に記憶する。第１図の
例において、このシステムには２つの稼動中の処
理があるので、処理テーブル２４には２つのエン
トリがある。処理テーブルのエントリ１は、処理
１マツプ・リスト２２における第１マツピングの
コア又はデイスクの記憶位置Ｘを示す一方、処理
テーブルのエントリ２は、処理２マツプ・リスト
の第１エントリの記憶位置Ｙを示す。処理マツ
プ・リスト２２、処理テーブル２４及びセグメン
ト・フアイル２６が常にコア記憶装置に維持され
ている間、必要によりコア・メモリ１８及びデイ
スク１６間でセグメント・リスト１２を前後に交
換できる。

処理の準備ができてプログラムの一部を実行す
るとき、オペレーテイング・システムは処理テー
ブル２４を用いて、関連した処理マツプ・リスト
２２を見付ける。次に、常にコア内にはないマツ
プ・リストを参照して、この処理マツプ・リスト
はコアの任意のセグメト・ページ・テーブル１２
と交換を行なう。次に、マツプ・リスト２２、セ
グメント・フアイル２６及び適当なセグメント・
テーブル１２内に含まれるデータから、処理用の
ページ・リスト１０を構成する。処理１マツプ・
リスト上の第１エントリはセグメントＡページ・
テーブル内のすべてのエントリをマツピングし、
セグメントＡページ・テーブル内の第１エントリ
はページＡを示すので、処理１用のページ・リス
ト１０内の第１ページ・テーブル・エントリはデ
イスク１６のフアイル領域１４内のページＡを示
す。処理１ページ・テーブル１０の連続したペー
ジ・テーブル・エントリは、同様な方法で順次構
成する。処理の仮想スペース内にページが現われ
るように、処理ページ・テーブル１０内のエント
リが同じ順序で現われる。処理マツプ・リスト２
２のエントリがセグメント・ページ・テーブル１
２を示さないならば、マツピングを物理的メモリ
のページに対して行ない、このページ用の仮想及
び実アドレスが同じことを示す対応処理ページ・
テーブル１０において「PG−PHYS」エントリ
を行なう。例えば、処理１マツプ・リストのエン
トリ３により、処理１ページ・リストのエントリ
９は、コア・メモリ１８の物理的領域２４のペー
ジＪを示す。

また、仮想空間ページがマツピングされなけれ
ば、処理ページ・テーブル１０において「PG−
FNONE」のエントリを行なう。例えば、処理１
マツプ・リストのエントリ３は、仮想空間の１つ
のページであるページ９をマツピングする。積義
のマツプ・リストエントリ４は、仮想空間ページ
11で開始する。よつて、仮想空間ページ10はマツ
ピングされず、処理テーブル10のエントリ10は
PG−FNONEである。

処理が仮想空間内のメモリ位置をアクセスしよ
うとすると、仮想アドレスの高位ビツトはページ
数を示す一方、下位ビツトはこのページにおける
アクセスされたアドレスの最低アドレスからの変
位を示す。システムは、処理ページ・リスト１０
を用いて、ページ数をこのページの実記憶位置に
スワツプする。このページがコア内にある場合、
処理ページ・テーブル１０のエントリ（PG−
FCORE）は、このページの開始実アドレスの高
位ビツトを含んでいる。実及び仮想メモリ・ペー
ジは、同じ数の隣接アドレス位置を含んでいるの
で、オペレーテイング・システムは、実アドレス
高位ビツト及び仮想アドレス低位ビツトに集中し
て、仮想アドレスに対応する実アドレスを発生で
きる。

処理がデイスク１６の交換領域２０又はフアイ
ル領域１４内に記憶されたページの仮想アドレス
をアクセスしようとすると、処理１ページ・テー
ブル１０のエントリ３及び７の如き処理ページ・
リストの対応するPG−FSWAP又はPG−
FTEXTページ・テーブルのエントリが、このペ
ージのデイスク上の位置を含む。次にオペレーテ
イング・システムは、このページをコア内に転送
し、適当な処理及びセグメント・ページ・テーブ
ル１２のエントリをPG−FCOREに変更し、仮想
アドレスを実コア・メモリ・アドレスに変換す
る。処理が、PG−FZEROであるページ内の仮想
アドレスをアクセスしようとすると、オペレーテ
イング・システムは、コア・メモリ内の未使用の
ページを見付け、すべてのアドレスに記憶された
データをゼロにセツトし、対応する処理及びセグ
メント・ページ・テーブル・エントリをPG−
FCOREに変更する。仮想アドレス及び物理的メ
モリ用の物理的アドレズは同じでなければならな
いので、処理がメモリ・マツプドＩ／Ｏポートの
如き物理的アドレスの仮想アドレスをアクセスす
ると、この処理ページ・テーブル・エントリは同
じアドレスを含む。

ユニツクスにおいて、「フオーク」手順が新た
な処理を開始するが、実在する処理を、「親」及
び「子」処理と呼ばれる２つの独立した同時処理
に分割する。従来においては、親及び子処理は、
主要な記憶装置を共有しなかつたが、開放デイス
ク・フアイルは共有した。しかし、フオークと同
じときに子処理用にすべての書込み可能なデー
タ・セグメントをコピーして、１つの処理が利用
するデータ・セグメントを他の処理が変更しない
ようにしなければならなかつた。デイスクからコ
アにフアイルを読取つて、コア空間を拘束するの
に、このコピー動作はデイスク動作を必要とす
る。

しかし、本発明によれば、親及び子処理は初め
すべてのデータ・セグメントを共有し、１つの処
理が共有の書込み可能なセグメントを変更しよう
とするまで、セグメントをコピーしない。初め、
オペレーテイング・システムにとつて、子処理用
に新たな処理マツプ・リスト２２を作成し、任意
の書込み可能なセグメント用に新たなセグメン
ト・ページ・テーブル１２のみを作成することが
必要である。親又は子処理がページの変更をシー
クするまで、システムは任意の共有ページをコピ
ーしない。このページが親又は子処理により変更
できない「読出し専用」データを表わすと、子処
理用にコピーが常に行なわれず、読出し専用セグ
メントを共有するすべてのマツピングの「共有リ
スト」内に親及び子マツピングが含まれる。この
ページが書込み可能な場合、同じ書込み可能なセ
グメントを共有するすべてのマツピングの「専有
リスト」上に親及び子マツピングを配置する。親
又は子処理が、セグメントのアクセスを必要とす
るとき、子処理用に専有セグメント内のページの
新たなコピーを行なう。

処理マツプ・リスト２２の各マツピング・エン
トリは、次のような多くの変数及びフラグを含
む。

ｍ−procp：このマツピングを利用した処理の処
理リスト２４のエントリ用のポインタ。

ｍ−pstart：マツピングされた領域が開始するプ
ロセス・ページ・テーブル１０のエントリ数。

ｍ−sstart：マツピングされた領域が開始するセ
グメント・ページ・テーブル１２のエントリ
数。

ｍ−len：マツピングされた領域におけるセグメ
ント・ページ・テーブル１２のエントリ数。

ｍ−prot：マツピングされた領域に処理が読出し
又は書込みを行なえるか、何がそれをマツピン
グするかを示す変数。

ｍ−flags：このマツピングされた領域用に処理
ページ・リスト１０が存在したときのフラグ・
ビツト・セツト。

ｍ−next：このマツプ・リストの次のエントリ
に対するポインタ(c)（これは、エントリを任意
の順序で記憶できるようにマツプ・リスト２２
をリンクされたリストにする。）。

ｍ−segp：セグメント・フアイル２６の第１ア
ドレスに対するポインタ（これが物理的メモリ
のマツピングの場合、零）。

ｍ−nextshared：共有されたマツピングのリン
クされたリストにおける次の処理マツプ・リス
ト・エントリに対するポインタ。

ｍ−nextprivate：専有マツピングのリンクされ
たリストにおける次の処理マツプ・リストのエ
ントリに対するポインタ。

各セグメント・フアイルも次のような多くの変
数及びフラツグを含んでいる。

seg−iptr：セグメントがデイスク・フアイル２
０をマツピングした場合、セグメント・ペー
ジ・リストが表わすフアイルに対応するデイス
ク・アイノード（inode）に対するポインタ。

seg−addr：セグメント・ページ・テーブル１２
が開始する交換領域デイスク・ページ。

seg−shared：「共有」リストにおける第１マツ
ピングに対するポインタ（マツプ・リスト・エ
ントリのｍ−nextsharedポインタと共にこの
ポインタは、セグメントを共有するすべてのマ
ツピングのリンクされた「共有」リストを作成
する）。

seg−private：「専有」リストにおける第１マツ
ピングに対するポインタ（マツプ・リスト・エ
ントリのｍ−nextprivatedポリンタと共にこの
ポインタは、セグメントのすべての専有マツピ
ングのリンクされた「専有リスト」を作成す
る。）。

seg−flags：フラグ・ビツト（下記参照） seg−bp：セグメント・ページ・テーブル１２の
第１アドレスコがア内にあるならば、このアド
レスに対するポインタ。

seg−segp：専有マツピングにより親セグメント
を作成したならば、親セグメント・フアイル２
６に対するポインタ。

seg−sstart：専有マツピングが開始した親セグ
メント内のページ数。

seg−flags変数の各ビツトは、以下のフラグか
ら成る。

SEG−LOCKED：セグメントの唯一の利用が処
理に認められた場合、真（ロジツク１）。

SEG−WANTED：他の処理がロツクされたセ
グメントの利用を要求したとき、真。

SEG−DIRTY：セグメント・ページ・テーブル
１２が変更されたとき、真。

セグメント・ページ・テーブル１２の各エント
リは、次のような変数及びフラグを含む。

pg−ｖ：ページがコア内で有効（すなわち、専
有でないPF−FCORE型式のページ）のとき真
であるフラグ。

pg−prot：オペレーテイング・システム、ユー
ザ処理又はこれら両者がページを読出したり書
込んだりしているかを示す変数。

pg−ｒ：処理又はオペレーテイング・システム
がページを読出したとき真であるフラグ。

pg−ｍ：処理又はオペレーテイング・システム
がページを変更したとき真であるフラグ。

pg−privated：ページを変更する前に他の処理が
ページのコピーを要するとき真であるフラグ。

pg−fileno：ページ型式（PG−FZERO、PG−
FTXTX、PG−FSWAP、PG−FCOPE、PG
−FSEG又はPG−SPHYS）を示す変数。

pg−blockno：コア又はデイスク内のページの位
置を示す変数。

第２Ａ図において、フオーク動作の前に、親処
理マツプ・リスト２２のエントリ５は、セグメン
トＡフアイル２６を介して親処理の仮想空間部分
を、セグメント・ページ・テーブルＡのセグメン
トＡページ・テーブル１２のエントリ２〜５にマ
ツピングする。この例において、セグメントＡペ
ージ・テーブル１２のエントリはすべてPG−
FCORE型式であるが、他の型式にもできる。処
理マツプ・リスト２２のエントリ６は、セグメン
トＢフアイルを介して、処理仮想空間の他の部分
をセグメントＢページ・テーブル１２のページ・
テーブル・エントリ１〜３にマツピングする。簡
単化するため、親処理の他のマツプ・リスト２２
のエントリは図示しない。

フオーク動作中の関連した各処理マツプ・リス
ト２２のエントリに含まれる変数を第２Ａ図に示
す。親処理マツプのエントリ５のｍ−segp変数
は、セグメントＡフアイル２６の開始アドレスで
あるアドレスＡを示す。ｍ−sstart変数は２への
セツトである一方、ｍ−len変数は３のへセツト
であり、マツピングがセグメントＡページ・テー
ブル１２のエントリ２〜４を含むことを示す。ｍ
−nextprivate及びｍ−nextshared変数を０にセ
ツトして、セグメントＡ用の共有又は専有リスト
において他のマツプ・リスト・エントリはリンク
されないことを示す。マツプ・リスト・エントリ
６において、ｍ−segp変数は、セグメントＢフ
アイル２６の開始アドレスであるアドレスＢを示
す。ｍ−sstart変数を１にセツトする一方、ｍ−
len変数を３にセツトして、このマツピングがセ
グメントＢページ・テーブル１２のエントリ１〜
３を含むことを示す。ｍ−nextprivate及びｍ−
nextshard変数を０にセツトして、他のマツプ・
リスト・エントリが共有又は専有リストにリンク
されないことを示す。

セグメントＡフアイルにおいて、seg−bp変数
は、セグメントＡマツプ・リストの第１アドレス
Ｃを示す。seg−lockedフラグは偽（ロジツク
０）であり、任意の処理がセグメントをアクセス
できることを示し、seg−privateフラグも偽あ
り、専有マツピングをする処理がないことを示
す。seg−shared変数は親処理マツプ・リスト・
エントリ５の開始アドレスＷであり、エントリ５
がセグメントＡ用の共有リストの第１マツピング
であることを示す。

セグメントＢフアイルにおいて、seg−bp変数
はセグメントＢページ・テーブル１２の開始アド
レスＤを示す一方、seg−shared変数は親処理マ
ツプ・リスト２２のエントリ６の開始アドレスＸ
を示す。

第２Ａ図の親処理上のフオーク動作の結果を第
２Ｂ図に示す。親処理マツプ・リストのエントリ
５が書込み可能なセグメントを示していると仮定
すると、子処理用に専有セグメントＣテーブル１
２と共に関連したセグメントＣフアイル２６を作
成する。セグメントＣフアイル２６のseg−segp
ポインタをセツトしてオリジナル・セグメントＡ
フアイル２６のアドレスＡを示し、セグメントＣ
フアイル２６のseg−sstart変数を２にセツトし
て、専有ページ・テーブルの第１ページがペー
ジ・テーブルＡにおける第２エントリに対応する
ことを示す。セグメントＣフアイルのseg−bp変
数をセツトして、専有セグメントＣページ・テー
ブルの第１アドレスＨを示す。セグメントＣペー
ジ・テーブル１２の各エントリは、他のセグメン
トを参照してページを見付けるPG−FSEG型式
にする。新たなセグメントＣフアイルの第１アド
レスＧを示すｍ−segp変数を有するアドレスＹ
から開始する子処理マツプ・リスト２２のエント
リを作成する。セグメントＡフアイルのseg−
privated変数を変更して、対応する子マツプ・リ
スト・エントリのアドレスＹを示すので、専有セ
グメントＡを有するすべての処理をオペレーテイ
ング・システムに決定させるリンク専有リストを
作成する。

フオーク動作の開始では、セグメントＡフアイ
ルのseg−lockedフラグを真にセツトして、フオ
ーク動作が完了するまで、任意の他の処理がこの
セグメントをアクセスするのを防ぐ。フオーク動
作が完了すると、seg−lockedフラグを偽にリセ
ツトして、他の処理がこのセグメントをアクセス
できるようにする。seg−privated変数をセツト
して、セグメントをプライベート化する処理マツ
プ・リストのエントリ５である子処理のアドレス
Ｙを示すので、このセグメントが親処理により変
更される前に、子処理用のこのセグメントをコピ
ーしなければならないことをオペレーテイング・
システムが知る。よつて、子処理マツプ・リスト
のエントリ５は、セグメントＡの専用リストにお
ける第１マツピングである。親処理マツプ・リス
ト２２のエントリ６を処理仮想空間の書込み不能
領域と仮定すると、子処理はセグメントＢを専有
化するよりもむしろ共有する。子処理の同じ仮想
空間領域をセグメントＢにマツピングする子処理
マツプ・リスト２２用に新たなマツプ・リスト・
エントリ６を作成する。セグメントＢフアイル２
６のseg−sharedを変更し子処理のエントリ６の
アドレスＺを指示して、このエントリがこのセグ
メント用の共有リストにおける１番目であること
を示す。子処理マツプ・リスト・エントリ６にお
いて、ｍ−nextshard変数をセツトして、親処理
マツプ・リスト・エントリ６を指示し、親マツ
プ・リスト・エントリは共有リストにおける次の
マツピングであることを示す。ｍ−segp変数及
び子マツプ・リスト・エントリ６はセグメントＢ
フアイルのアドレスＢを示す一方、ｍ−sstart及
びｍ−len変数はセグメント・ページ・テーブル
における最初の３ページがマツピングされたこと
を示す。専用マツピングがないので、ｍ−
nextprivate変数は零である。

第３図は、フオーク動作中に呼び出された
「procdup（ ）」の手続きの流れ図であり、新た
なマツプ・リスト２２及び子処理用に必要な任意
の新たな専有セグメント・ページ・テーブル１２
を作成する。第３図において、procdup（ ）手
続きは、ステツプ（100）で開始する。ステツプ
（102）において、「mapdup（ ）」手続きは、親
処理の第１マツプ・リスト・エントリに対応する
子処理用の新たなマツプ・リスト・エントリを作
成し、セグメントが書込み可能ならば新たな専有
セグメント・ページ・テーブル１２を作成する。
次に、現在のマツプ・リスト・エントリが最後で
なければ、ステツプ（104）はプログラムの流れ
をステツプ（106）に進める。ステツプ（106）に
おいて、次の親マツプ・リスト・エントリを見付
け、プログラムの流れはステツプ（102）に戻り、
親処理の第２マツプ・リスト・エントリに対応す
る子処理用に第２マツプ・リスト・エントリを作
成する。すべての親処理マツプ・リスト・エント
リが重複すると、ステツプ（104）はプログラム
の流れをステツプ（108）に進め、procdup（ ）
手続きを終了して、呼出し手続きに戻る。

第４図は、mapdup（ ）手続きの流れ図であ
る。この手続きはステツプ（110）で開始して、
ステツプ（112）に進み、（セグメント・フアイル
のpg−prot変数で示す如く）現在の親マツプ・
リスト・エントリが読出し専用セグメントを示す
ならば、プログラムの流れはステツプ（114）に
進む。ステツプ（114）において、「newmap
（ ）」手続きを呼出し、対応する親マツプ・リス
ト・エントリと同じセグメントを指示する子セグ
メントに新たなマツプ・リスト・エントリを付加
する。次にステツプ（116）において、親処理の
ページ・テーブル・エントリ（PTES）をコピー
して、子処理用の処理ページ・テーブル・エント
リを作成する。次にステツプ（118）において、
マツピングに「適用済」と印を付け（ｍ−flags
ビツトを真にセツト）、子マツプ・リスト・エン
トリ用のページ・テーブル・エントリは作成した
ことを示す。次に処理は、ステツプ（120）にお
ける呼出し処理に戻る。親マツプ・リスト・エン
トリが書込み可能なセグメントを示すと、ステツ
プ（112）はプログラムの流れをステツプ（122）
に進め、「privatemap（ ）」手続きを呼出して子
処理用の新たな専有セグメント・テーブル１２を
作成する。このテーブルの各エントリは、親セグ
メント・テーブル１２の対応ページ・テーブル・
エントリに適用するＰ−FSEG型式である。ま
た、privatemap（ ）は、子処理用の処理ペー
ジ・テーブル１０のエントリを作成し、ｍ−
flagsをセツトして、マツピングが適用されたこ
とを示す。次に、mapdup（ ）手続きはステツ
プ（124）において戻る。

第５図は、privatemap（ ）手続きの流れ図で
ある。この手続きは、ステツプ（122）で開始し、
ステツプ（124）に進んで、セグメントを拘束す
る（セグメント・フアイルのseg−locked指示を
真にセツトする）ので、フオーク動作が完了する
まで、他の処理はこのセグメントをアクセスでき
ない。次にステツプ（126）において、
「newsegment（ ）」手続きが新たな専有セグメ
ント・ページ・テーブル１２を作成する。そし
て、ステツプ（128）において、専用セグメン
ト・フアイルのseg−segpポインタをセツトし
て、オリジナル・セグメント・フアイル２６の第
１アドレスを示す。次に、ステツプ（130）にお
いてnewmap（ ）手続きを開始し、子処理マツ
プ・リスト２２内にエントリを作成して、新たな
専有セグメント・フアイル２６を示す。この手続
の流れはステツプ（132）に進み、専有セグメン
ト・ページ・テーブル１２のエントリをすべて
PG−FSEGにセツトし、オリジナル・セグメン
ト・ページ・テーブルの対応ページ・テーブル・
エントリを検査して、このエントリに関連したペ
ージの実記憶位置が見付かつたことを示す。次に
ステツプ（134）において、オリジナル・セグメ
ント・ページ・テーブル１２の各専有エントリに
おけるpg−ｖフラグを偽にセツトして、コア内
に記憶されたページが「無効」であり、利用する
前にコピーしなければならないことを示す。更に
ステツプ（134）において、各オリジナル・ペー
ジ・テーブル・エントリのpg−privatedビツトを
セツトして、専用セグメント用のコピーが行なわ
れるまでエントリを破棄できないことを示す。最
後にステツプ（136）において、オリジナル・セ
グメント・フアイルのseg−lockedフラグを偽に
セツトして、他の処理がセグメントをアクセスで
きるようにする。この手続きは、ステツプ（138）
において戻る。

newmap（ ）手続きの流れ図を第６図に示す。
ステツプ（140）において開始し、手続きはステ
ツプ（142）に進んで未使用のマツピング・エン
トリを見付けた後、ステツプ（144）に進んでマ
ツプ・リスト・エントリ変数をセツト・アツプす
る。物理的メモリのマツピングでなければ、ステ
ツプ（146）によりプログラムの流れはステツプ
（148）に進む。ステツプ（148）において、新た
なマツピング・エントリを示すリストの最終マツ
ピングのｍ−nextsharedポインタを調整して、
セグメント共有リストにマツピングを行なう。次
にステツプ（150）において、新たなエントリを
示すリストにおいて、最後エントリのｍ−next
ポインタを調整して、新たなマツピング・エント
リを処理マツピング・リスト２２に付加する。そ
の後、ステツプ（152）において手続きは呼出し
に戻る。マツピングが物理的メモリの一部なら
ば、ステツプ（146）はプログラムの流れをステ
ツプ（156）に進め、新たなエントリのｍ−segp
ポインタを零にセツトする（すなわち、どこにも
ないことを示す）。手続きの流れはステツプ
（150）に進み、マツプ・エントリを処理マツプ・
リストに付加した後、ステツプ（152）に進み、
newmap（ ）を終了して呼出しに戻る。

第７図は、newsegment（ ）手続きの流れ図
の詳細を示す。ステツプ（158）で開始し、ステ
ツプ（160）に進んで、この手続きは要求された
ページ・テーブル・エントリの数を決定する。次
にステツプ（162）において、セグメント・テー
ブル用の必要な交換デイスク空間を求める。最後
にステツプ（166）において、新たなセグメント
のアドレスに対するseg−segpポインタを呼出し
に戻す。

第２Ｃ図は、ユニツクス・オペレーテイング・
システムにおける処理の仮想空間が通常いかに配
置されているかを示す。プログラムのテキスト記
憶領域３０は仮想空間の最下位アドレスＡからデ
ータ記憶領域３２の開始アドレスＢまでを占め
る。このデータ記憶領域３２は、アドレスＣまで
広がる。プログラムのスタツク領域３４は仮想空
間の最大アドレスＥで開始し、必要に応じてデー
タ空間３２の方向に伸びる。この場合、スタツク
はアドレスＤに伸びる。スタツク及びデータ領域
間の領域３６を、これらスタツク及びデータ領域
が更に伸びるために確保する。

フオーク動作の後、同じ情報で満たされた同じ
サイズの仮想アドレス空間を夫々が有するという
意味で、親及び子処理は同じ処理である。最初の
「exec」は、処理の現在のテキスト及びデータ・
セグメントをフアイルにおいて特定された新たな
テキスト及びデータ・セグメントに置き換えて、
この処理が新たなプログラム・フアイルを実行で
きるようにする。これはプログラムを変更し、処
理自体ではないが、処理が実行される。

exec動作中、「getxfile（ ）」処理を読出して
手続きの仮想空間から古いプログラム・フアイル
を移動し、これを新たなプログラム・フアイルと
置換える。getxfile（ ）手続きの流れ図を第８
図に示す。ステツプ（167）においてこの手続き
は開始し、ステツプ（168）に進んで「vrelvm
（ ）」を呼出して、exec動作を受ける処理用の
処理マツプ・リスト及びページ・テーブル・エン
トリを削除するので、この処理の仮想メモリをク
リアする。次にステツプ（169）において、
「vgetvm（ ）」手続きは、この手続きの仮想メモ
リのサイズを調整して、新たなプログラム・フア
イルの要求に適合させる。その後ステツプ（170）
において、mapzeroi（ ）」手続きが処理のスタ
ツク領域用の新たなセグメント・ページ・テーブ
ル１２を作成して、そこへ各エントリをPG−
FZERO型式でセツトするので、この処理が後で
スタツクに書込みをしようとするとき、新たな零
で満たされたページをコア内に作成する。また、
mapzeroi（ ）処理は、プログラムのスタツク部
分を新たなセグメントにマツピングする新たな処
理マツプ・リスト２２のエントリを作成すると共
に、スタツク・セグメント用に新たな処理ペー
ジ・テーブル１０のエントリも作成する。
mapzeroi（ ）がステツク領域をセツト・アツプ
すると、プログラム・テキストが「フイル・オ
ン・デマンド（fill−on−demand）」の場合、ス
テツプ（171）はプログラムの流れをステツプ
（172）に進める。なお、「フイル・オン・デマン
ド」は、テキストがデイスク・フアイル内にあ
り、必要になるまでコアとスワツプされないこと
を示す。

ステツプ（172）において、mapzeroi（ ）は
データ・セグメント用に新たな零で満されたセグ
メント・ページ・テーブル１２、新たな処理マツ
プ・リスト２２のエントリ、及び新たな処理ペー
ジ・テーブル１０のエントリを再び作成する。そ
の後、ステツプ（173）において、新たなプログ
ラムのデータ部分をフアイルからコア・メモリ内
に読取り、コア内のデータ・ページを示す必要に
応じて新たなデータ・セグメント・ページ・テー
ブル１２のエントリを調整する。ステツプ（174）
において、getxfile（ ）処理は次にfileseg（ ）
処理を呼出す。このfileseg（ ）処理は、テキス
ト・フアイルに対応する実在のセグメントを見つ
けるか、かかるセグメントが存在しない場合、テ
キスト・フアイルを示す新たなPG−FTEXTセ
グメントを作成する。その後ステツプ（176）に
おいて、newmap（ ）処理は、この処理用の新
たな処理マツプ・リストのエントリを作成し、テ
キスト仮想空間を空間をテキスト・セグメントに
マツピングする。次にステツプ（178）において
applymap（ ）手続きを呼出し、テキスト・セ
グメント用の処理ページ・テーブル・エントリを
作成する。最後にステツプ（180）において、
getxfile（ ）手続きは呼出しに戻る。

ステツプ（171）において、呼出したプログラ
ム・フアイルがフイル・オン・デマンド・テキス
トを含んでいないと、プログラムの流れはステツ
プ（182）に進み、mapzeroi（ ）手続きは、デ
ータ領域用に新たな零で満たされたセグメント・
テーブル、新たな処理マツプ・リスト・エントリ
及び新たな処理ページ・テーブル・エントリを作
成する。次にステツプ（184）において、新たな
プログラムのデータ部分をフアイルからコア・メ
モリ内に読取り、コア内のデータ・ページを示す
必要に応じて、新たなデータ・セグメント・ペー
ジ・テーブル・エントリを調整する。プログラ
ム・フアイル内にテキストがなければ、ステツプ
（186）は手続きの流れをステツプ（188）に進め、
getxfile（ ）手続きを復帰させる。テキストが
プログラム・フアイル内にある場合、ステツプ
（186）はプログラムの流れをステツプ（190）に
進め、mapzeroi（ ）を再び呼出して、フアイル
からテキスト・データを受けるセグメントを作成
して、マツピングする。ステツプ（192）におい
て、フアイルからコアにテキスト・データを読取
り、ステツプ（194）において、プログラムを呼
出しに復帰させる。

処理の仮想空間から存在するプログラムをクリ
アするためにgetxfile（ ）手続きが呼出した
vrelvm（ ）手続きの流れ図を第９図に示す。ス
テツプ（196）において開始し、処理の流れはス
テツプ（198）に進み、第１処理マツプ・リス
ト・エントリを検査して、物理的マツピングかを
判断する。ノーならば、プログラム動作はステツ
プ（200）に進んで、「killptes（ ）」手続きが、
マツプ・リスト・エントリに対応するページ・テ
ーブル・エントリを削除する。次にステツプ
（202）は、最終処理マツプ・リスト・エントリが
まだ検査されていなければ、プログラムの流れを
ステツプ（204）に進める。ステツプ（204）にお
いて、次のマツプ・リスト・エントリを見付けた
後、プログラムの流れはステツプ（198）に戻る。
マツプ・リスト・エントリが物理的マツピングの
場合、ステツプ（198）はプログラムの流れをス
テツプ（206）に進め、「releasemap（ ）」手続
きを呼出して、マツプ・リスト・エントリを削除
する。すなわち、セグメントが共有化されたり又
はプライベート化されていれば、セグメント共有
リスト又はセグメント専有リストから、マツプ・
リスト・エントリを除去する。セグメントが共有
化も専有化もされていなければ、releasemap
（ ）がそのセグメントを除去する。次に、プロ
グラムの流れはステツプ（202）に進む。現在の
マツプ・リスト・エントリが処理用の最終マツ
プ・リスト・エントリならば、ステツプ（202）
はプログラムの流れをステツプ（208）に進め、
この手続きを呼出しに戻す。

マツプ・リストからマツピング・エントリを除
去するために呼出したreleasemap（ ）手続きの
流れ図を第10に示す。このreleasemap（ ）手続
きはステツプ（210）において開始し、ステツプ
（212）に進む。ここで、処理マツプ・リスト・エ
ントリが、専有セグメントをマツピングすれば、
ステツプ（214）に進む。ステツプ（214）におい
て、専有リストの前のマツピングのｍ−
nextprivatedポインタを変更して、マツプ・リス
ト・エントリを専有リストから除去する。マツピ
ングが専有リストに対してでなければステツプ
（212）から、そうでなければステツプ（214）か
らプログラムの流れはステツプ（216）に進み、
マツプ・リスト・エントリが共有リスト上なら
ば、プログラムの流れはステツプ（218）に更に
進む。ステツプ（218）において、共有リスト上
の以前のマツピングのｍ−nextsharedポインタ
を変更して、マツプ・リスト・エントリを共有リ
ストから除去する。セグメントが共有されなけれ
ばステツプ（216）から、そうでなければステツ
プ（218）から、プログラムはステツプ（220）に
移動し、「maybefreeseg（ ）」手続きを呼出し
て、もはやマツピングがそれを示さなければ、セ
グメントの再利用を可能にする。ステツプ（222）
において、releasemap（ ）手続きは呼出しに戻
る。

killptes（ ）手続きを呼出し、関連した処理が
コアからスワツプされたり、完全に除去される
と、処理マツプ・リスト・エントリに関連した仮
想メモリ領域の陰の実メモリを解放する。この手
続きの流れ図を第１１図に示す。メモリ内のペー
ジがもはや必要なければ、手続きの「キル（消
す）」引数を真にセツトし、メモリ内のページが
デイスクのスワツプ領域に単に交換されるならば
キル引数を偽にセツトする。このkillptes（ ）手
続きの流れは、ステツプ（224）で開始し、プロ
セス・マツプ・リスト・エントリが物理的マツピ
ングであれば、ステツプ（228）に更に進む。キ
ル変数が真、即ち処理用にページはもはや必要で
ないことを示すならば、ステツプ（228）はプロ
グラムの流れをステツプ（230）に進める。ステ
ツプ（230）はreleasemap（ ）手続きを呼出し、
処理用のマツプ・リスト・エントリを削除する。
キル引数が偽の場合はステツプ（228）から、そ
うでなければステツプ（230）から、プログラム
の流れはステツプ（232）に進む。ここで、有効
ビツトにおいて、セグメントに関連したページ・
テーブル・エントリ（PTES）のpg−ｖを偽にセ
ツトするので、物理的コア内のページが無効にさ
れ、処理がこれらページ・テーブル・エントリに
よりこれらページを再びアクセスしない。次に、
ステツプ（234）において、killptes（ ）手続き
は、呼出しに戻る。

マツプ・リスト・エントリが物理的マツピング
でない場合、第１図のステツプ（226）はプログ
ラムの流れをステツプ（236）に進める。ここで、
マツピングされたセグメント・フアイルのSEG
−LOCKEDフラグを真にセツトし、killptes（ ）
手続きが終了するまで、他の処理がセグメントを
アクセスするのを禁止する。キル引数が真なら
ば、ステツプ（238）はプログラムの流れをステ
ツプ（240）に進め、削除すべき処理ページ・テ
ーブル・エントリのすべてを検査し、専有化され
ているかを判断する。多くのページ・テーブル・
エントリが専有化されていれば、必要とする専用
のためにこれらをコピーする。ステツプ（240）
から、又はキル引数が偽ならばステツプ（238）
から、処理の流れはステツプ（242）に進み、削
除されるページ・テーブル・エントリと同じペー
ジを示す他のページ・テーブル・エントリがコア
内になければ、手続きの流れはステツプ（244）
に進む。ステツプ（244）において、コア・ペー
ジはもはや必要でないので自由になる。キル引数
が真の場合、ステツプ（246）によりプログラム
の流れはステツプ（248）に進む。ステツプ
（248）において、デイスクの交換領域からページ
も削除する。ステツプ（248）から、又はキル引
数が偽の場合はステツプ（246）から手続きの流
れはステツプ（250）に進み、消されたページ・
テーブル・エントリに関連したメモリ・マツピン
グを適用されないとして示す。次にステツプ
（252）において、セグメントを解除する。次に、
キル引数が真ならば、ステツプ（254）は処理の
流れをステツプ（256）に進める。このステツプ
（256）において、releasemap（ ）手続きを呼出
し、処理マツプ・リストからマツピングを削除す
る。ステツプ（256）から、又はキル引数が偽の
場合はステツプ（254）からプログラムの流れは
ステツプ（258）に進み、この手続きは呼出しに
戻る。

新たな零で満たされたセグメントを作成するの
に呼出したmapzeroi（ ）手続きの流れ図を第１
２図に示す。ステツプ（260）より開始し、プロ
グラムの流れはステツプ（262）に進んで、
newsegment（ ）手続きを呼出して、新たなセ
グメント・ページ・テーブル用のデイスク空間を
得る。次にステツプ（264）において、newmap
（ ）手続きは、新たなマツピング・エントリを
新たなセグメント用の処理マツプ・リストに加え
る。次にステツプ（266）において、新たなPG−
FZEROセグメント及び処理ページ・テーブル・
エントリを作成し、ステツプ（268）においてマ
ツピングを適用するように示す。ステツプ（270）
において、処理は呼出しに戻る。

fileseg（ ）手続きの流れ図を第１３図に示
す。処理がデイスク上の新たなフイル・オン・デ
マンド・テキストをその仮想空間に導こうとする
と、この手続きが呼出される。このfileseg（ ）
手続きはステツプ（212）で開始し、ステツプ
（274）において、同じデイスク・フアイルを示す
他のセグメント・ページ・テーブルを捜す。他の
セグメントが見付からない場合、ステツプ（276）
は処理の流れをステツプ（278）に進め、ここで
newsegment（ ）手続きが新たなセグメント・
ページ・テーブルを作成する。処理の流れは更に
ステツプ（280）に進み、「vinifod（ ）」手続き
は、新たなセグメント・ページ・テーブルのペー
ジ・テーブル・エントリがデイスク・フアイルを
示すようにする。次にステツプ（282）において、
新たなセグメントに対するポインタが呼出しに戻
る。他のセグメント・ページ・テーブルがデイス
ク・フアイルを示す場合、ステツプ（276）はプ
ログラムの流れを直接ステツプ（282）に進み、
実在のセグメントにポインタを呼出しに戻す。

マツプ・リスト・エントリに対応する処理ペー
ジ・テーブル１０のエントリをセツト・アツプす
るために呼出されたapplymap（ ）手続きの流
れ図を第１４図に示す。ステツプ（284）で開始
したプログラムの流れはステツプ（286）に進み、
マツピングが物理的メモリである場合、ステツプ
（288）に進む。このステツプ（288）において、
物理的マツピング用のページ・テーブル・エント
リを処理ページ・テーブルに付加する。次のステ
ツプ（290）において、手続きは呼出しに戻る。
また、マツピングが物理的メモリでない場合、ス
テツプ（286）はプログラムの流れをステツプ
（292）に進め、マツピングが参照したセグメント
を拘束する。コア内に現存する他のセグメントに
おいて、ページ・テーブル・エントリが利用可能
でない場合、ステツプ（294）はプログラムの流
れをステツプ（296）に進め、所望のページ・テ
ーブル・エントリを含むセグメント・ページ・テ
ーブルをデイスクからコア内に読取る。更にステ
ツプ（298）に進み、セグメント・ページ・テー
ブル内のページ・テーブル・エントリを処理ペー
ジ・テーブル内にコピーする。次にステツプ
（300）において、セグメントを解除し、ステツプ
（302）において処理は呼出しに戻る。コア内に存
在する他のセグメント・ページ・テーブルが所望
のページ・テーブル・エントリを有すると、ステ
ツプ（294）はプログラムの流れをステツプ
（304）に進め、これらページ・テーブル・エント
リを処理ページ・テーブル内にコピーするので、
デイスク・アクセスを避ける。ステツプ（304）
から処理はステツプ（300）に移動して、このセ
グメントを解除する。更にステツプ（302）に進
み、呼出しに戻る。

マツピングのページ・テーブル・エントリが消
されたとき、専有化されたページ・テーブル・エ
ントリのコピーを行なうために呼出される
giveawayprivated（ ）手続きの流れ図を第１５
図に示す。ステツプ（306）から開始した処理の
流れはステツプ（308）に進み、マツピングの第
１ページ・テーブル・エントリが専有化されてい
るかを検査する。専有化されていれば、ステツプ
（310）において、他の処理がコピーを要求してい
るかを知るためこのエントリを検査する。要求し
ている場合、ステツプ（310）はプログラムの流
れをステツプ（312）に進め、セグメントを解除
する。更にステツプ（314）に進み、要求してい
る処理用にページ・テーブル・エントリのコピー
を行なう。次にステツプ（316）において、セグ
メントを拘束する。ちようど今検査したページ・
テーブル・エントリがマツピングの最終エントリ
ならば、ステツプ（318）が処理の流れをステツ
プ（320）に進める。このステツプ（320）におい
て、次のページ・テーブル・エントリを捜し、新
たなページ・テーブル・エントリを検査するため
に処理の流れはステツプ（308）に戻る。他の処
理がページ・テーブル・エントリのコピーを要求
しない場合、ステツプ（310）はプログラムの流
れを直接ステツプ（318）に進め、このエントリ
のコピーを行なわない。マツピングの最終ペー
ジ・テーブル・エントリを検査し、必要ならコピ
ーした場合、ステツプ（318）は処理の流れをス
テツプ（322）に進め、処理を呼出しに戻す。

物理的メモリをマツピングする新たなマツプ・
リスト・エントリを付加すべきときに呼出される
mapphysical（ ）手続きの流れ図を第１６図に
示す。ステツプ（324）から開始した
mapphysical（ ）手続きはまずステツプ）326）
においてnewmap（ ）手続きを呼出し、セグメ
ントが参照されないので、零にセツトされたｍ−
segpポインタを有する新たなマツプ・リスト・
エントリを付加する。次のステツプ（328）にお
いて、applymap（ ）手続きは、マツピングに
関連した処理ページ・テーブル・エントリを作成
する。そして、ステツプ（330）において、この
手続きは、呼出しに戻る。

ページがPG−FTEXT又はPG−SWAP型式の
ように、処理がコア・メモリに現存しないページ
をアクセスしようとしたときに、「bringitin
（ ）」手続きが呼出され、デイスクからコア・メ
モリ内へページを読取る。この手続きはユニツク
スにおいては新規ではないが、本発明において
は、従来の手続きの最後にステツプを付加してペ
ージがPG−FSEG型式の状態を処理している。
ここで、ページ・テーブル・エントリが他のセグ
メントにおけるページ・テーブル・エントリを参
照している。このbringitin（ ）手続きの付加し
た部分の流れ図を第１７図に示す。bringitin
（ ）手続きの新たな部分はステツプ（332）で開
始し、ページ・テーブル・エントリがPG−
FSEG型式ならばプログラムの流れをステツプ
（334）に進める。ステツプ（334）において、専
有リストのオリジナル・ページ・テーブル・エン
トリを見付け、次のステツプ（336）において、
ページがコア内になければ、デイスクからコアに
ページを導く。次にステツプ（338）において、
ページ・テーブル・エントリを変更して、コア内
のページを示す。ステツプ（340）において、こ
の手続きは呼出しに戻る。ページがPG−FSEG
型式でなければ、ページはPG−FZERO、PG−
CORE、PG−TEXT又はPG−SWAP型式であ
り、bringitin（ ）手続きの従来の部分が見付
け、ページ内に導く。この場合、ステツプ（332）
はプログラムの流れをステツプ（340）に直接進
め、手続きに戻す。

ページがコア内に導かれたとき、ページをプラ
イベータ（privateer）にコピーするために呼出
された「GiveToPrivaters（ ）」手続きの流れ図
を第１８図に示す。ステツプ（342）で開始した
この手続きはステツプ（344）に進み、第１専有
マツピングを捜す。次にステツプ（346）に進み、
専有マツピングがコピーを要求していると、手続
きをステツプ（348）に進める。このステツプ348
において、コピー用にコア空間を確保し、ステツ
プ（350）において、確保したコア空間にコピー
を行なう。現在の専有マツピングが専有リストの
最後でない場合、ステツプ（352）は処理の流れ
をステツプ（354）に進め、次の専有マツピング
を捜してステツプ（346）に戻る。プライベータ
がコピーを要求していない場合、ステツプ（346）
はプログラムの流れを直接ステツプ（352）に進
める。ちようど今検査した専有マツピングが専有
リスト内の最終の場合、ステツプ（352）は処理
の流れをステツプ（356）に進める。ここで、こ
の手続きは終了し、呼出しに戻る。

処理をコア内にスワツプするとき、「swapin
（ ）」手続きを呼出し、処理ページ・テーブルを
作成する。この手続きの流れ図を第１９図に示
す。ステツプ（358）で開始し、ステツプ（360）
において、applymap（ ）手続きを呼出して、
処理マツプ・リストの第１マツピング用に処理ペ
ージ・テーブル・エントリを作成する。次に、こ
のマツピングがマツプ・リストの最終マツピング
でなければ、ステツプ（362）はプログラムの流
れをステツプ（364）に進める。このステツプ
（364）において、次のマツピングを見付け、プロ
グラムの流れをステツプ（360）に戻して次のマ
ツピング用にapplymap（ ）手続きを呼出す。
ページ・テーブル・エントリがすべてのマツプ・
リスト・エントリ用にセツト・アツプされると、
ステツプ（362）はプログラムの流れをステツプ
（366）に戻すので、この手続きは呼出しに戻る。

処理がコアからスワツプ・アウトされるべきと
き、「swapout（ ）」手続きが呼出されて関連し
たページ・テーブル・エントリを消す。第２０図
は、このswapout（ ）手続きの流れ図である。
この手続きはステツプ（368）で開始し、マツピ
ングが物理的でないとステツプ（370）はプログ
ラムの流れをステツプ（372）に進める。このス
テツプ（372）において、killptes（ ）手続きは、
第１マツプ・リスト・エントリに関連した処理ペ
ージ・テーブル・エントリを削除する。次に、こ
のマツプ・リスト・エントリがマツプ・リスト内
の最後でない場合、ステツプ（374）はプログラ
ムの流れをステツプ（378）に進める。このステ
ツプ（378）において、次のマツプ・リスト・エ
ントリを捜し、プログラムの流れはステツプ
（370）に戻る。マツプ・リスト・エントリが物理
的マツピングの場合、ステツプ（370）はプログ
ラムの流れをステツプ（374）に進め、ページ・
テーブル・エントリを消さない。マツプ・リス
ト・エントリが最終ならば、ステツプ（374）は
プログラムの流れをステツプ（380）に進め、こ
の手続きを呼出しに戻す。

処物理の仮想アドレス空間をデイスク・フアイ
ルにマツピングするのに呼出す「ｍ−fmap（ ）」
手続きの流れ図を第２１図に示す。ステツプ
（382）で開始したこの手続きはステツプ（384）
に進み、サイズ等のフアイル・パラメータを検査
する。次にステツプ（386）において、この手続
きは、処理の仮想アドレス空間がフアイルを受け
るのに充分かを判断し、必要に応じて更に仮想ス
ペースを処理に追加する。次のステツプ（388）
において 「mapfile（ ）」手続きが新たなマツピングを
行ない供給する。この手続きはステツプ（390）
において終了し、呼出しに戻る。

第２２図に流れ図を示すmapfile（ ）手続き
は、ステツプ（392）において開始する。ステツ
プ（394）において、newmap（ ）手続きを呼出
し新たなマツプ・リスト・エントリを作成し、ス
テツプ（396）において、applymap（ ）手続き
を呼出し関連した処理ページ・テーブル・エント
リを作成する。ステツプ（398）において、この
処理は呼出しに戻る。

「ｍ−mmap（ ）」手続きは、ページを処理の
仮想スペースに追加するときに呼出す。これら
は、零で満たされたページ、物理的メモリ、同じ
仮想スペースの他の部分のコピー、又は他の処理
の仮想スペースの部分のコピーである。第２３図
はｍ−mmap（ ）手続きの流れ図を示す。この
手続きは、ステツプ（400）で開始し、呼出し手
続きに渡された或るパラメータが不正確ならば、
ステツプ（402）は処理の流れをステツプ（404）
に進めて終了する。処理がクラスタのサイズ部分
外における新たなマテリアル（内容）を取込もう
とするとき、すでに満たされた領域に新たなマテ
リアルを配置しようとするとき、又は処理の可能
な仮想スペースの限界外にマテリアルを配置しよ
うとするとき、これらパラメータは不正確であ
る。パラメータが満足ならば、ステツプ（402）
はプログラムの流れをステツプ（406）に進め、
必要ならば仮想スペースを処理に追加する。次
に、追加すべきセグメントがPG−FZERO型式の
ページから構成されていると、ステツプ（408）
はプログラムの流れをステツプ（410）に進める。
ステツプ（410）はmapzeroi（ ）手続きを呼出
し、零で満ちたセグメントを作成し、このセグメ
ントをマツピングするマツプ・リスト・エントリ
を作成し、処理ページ・テーブル・エントリを作
成する。次にステツプ（412）において、ペー
ジ・テーブル・エントリをページ・テーブル・エ
ントリ・キヤツシユからフラツシユし、ステツプ
（414）において処理は呼出しに戻る。

ページ・テーブル・エントリ・キヤツシユは高
速アクセス・メモリであり、コア内に記憶され、
しばしばアクセスされるページ・テーブル・エン
トリを記憶するのに使用する。仮想・実アドレス
変換用にページ・テーブル・エントリをアクセス
すると、オペレーテイング・システムは、通常コ
ア・メモリ内のページ・テーブル・エントリをア
クセスしようとする前に、これらエントリがキヤ
ツシユ内にあるかどうかを検査する。ページ・テ
ーブル・エントリがどこかで破壊されたり変更さ
れたとき、オペレーテイング・システムが破棄さ
れたページ・テーブル・エントリをアクセスする
のを避けるために、キヤツシユをフラツシユする
か、空（カラ）にする。

付加すべきマツピングがPG−FZEROページを
含んでいない場合、ステツプ（408）はプログラ
ムの流れをステツプ（416）に進める。次に、マ
ツピングが物理的メモリの場合、プログラムの流
れをステツプ（418）に進める。このステツプ
（418）において、mapphysical（ ）手続きが、
マツプ・リスト・エントリ及び処理ページ・テー
ブル・エントリを作成する。次のステツプ（420）
において、ページ・テーブル・エントリをペー
ジ・テーブル・エントリ・キヤツシユからフラツ
シユし、ステツプ（422）において、この手続き
は呼出しに戻る。マツピングが物理的メモリでな
い場合、ステツプ（416）は処理の流れをステツ
プ（424）に進める。ここで、データが処理に対
し読取り保護されていると、処理の流れはステツ
プ（426）に進む。このステツプ（426）におい
て、手続きは終了し、新たなマツピングを行なう
ことなく呼出しに戻る。データが読取り保護され
ていないと、プログラムの流れがステツプ（424）
からステツプ（428）に進んで、新たなマテリア
ルをアクセスする処理の権利を検査できる。この
処理にマテリアルをアクセスする権利がなけれ
ば、プログラムの流れはステツプ（430）に進み、
呼出しに戻る。この処理がマテリアルをアクセス
する権利を有する場合、ステツプ（428）は処理
制御をステツプ（432）に進める。ここで、新た
なページが書込み可能で専有化すべきならば、処
理をステツプ（434）に進める。このステツプ
（434）において、privatemap（ ）手続きは専有
マツピングを行ない、ステツプ（436）において
この手続きは呼出しに戻る。マテリアルを専有化
すべきでないならば、ステツプ（432）は処理の
流れをステツプ（438）に進め、newmap（ ）手
続きがこのマテリアル用に新たなセグメント・テ
ーブル及びマツプ・リスト・エントリを作成す
る。次のステツプ（440）において、applymap
（ ）手続きはこのマツピング用に処理ページ・
テーブル・エントリを作成する。次に、ステツプ
（442）においてこの手続きは呼出しに戻る。

仮想スペースの或る領域のマテリアルを同じ処
理の仮想スペースの他の領域に移動するために呼
出す「ｍ−remap（ ）」手続きの流れ図を第２４
図に示す。ステツプ（444）で開始したこの手続
きの流れはステツプ（446）に進み、ここで、呼
出し手続きから渡された再配置のパラメータを検
査し、この要求された再配置が有効かどうかを判
断する。これらパラメータが無効の場合、ステツ
プ（447）に進みこの手続きを戻す。これらパラ
メータが有効な場合、ステツプ（448）において、
移動に必要ならば更に仮想スペースを処理に追加
する。次のステツプ（450）において、
「extractrange（ ）」手続きは、再配置すべきマ
ツプ・リスト・エントリのリストを作成し、マツ
プ・リスト・エントリの境界により再配置すべき
領域における仮想スペース境界を整列するのに必
要ならば、マツプ・リスト・エントリを分割す
る。次のステツプ（452）において、再配置され
たマツピングの仮想スペース開始アドレスを調整
し、ステツプ（454）において、
「insertmappings（ ）」手続きがこのマツピング
を処理マツピング・リストに戻す。ステツプ
（456）において、オリジナル・ページ・テーブ
ル・エントリを新たなページ・テーブル記憶位置
にコピーし、ステツプ（458）において古いペー
ジ・テーブル・エントリを零にする。ステツプ
（460）でページ・テーブル・エントリ・キヤツシ
ユをフラツシユし、ステツプ（462）において処
理を呼出しに戻す。

処理がプログラムの一部を除去しようとすると
きに呼出す「ｍ−munmap（ ）」手続きの流れ図
を第２５図に示す。ステツプ（464）で開始した
この手続きはステツプ（466）に進み、ここで、
移動すべき部分を特定するパラメータの有効性を
検査する。これらが無効移動を特定していれば、
ステツプ（466）は処理の流れをステツプ（467）
に進めるので、この処理は呼出しに戻る。これら
パラメータが有効ならば、処理（466）はプログ
ラムの流れをステツプ（468）に進める。ここで、
「munmap（ ）」手続きを呼出して、ステツプ
（470）に進み、ｍ−munmap（ ）手続きは呼出
しに戻る。

流れ図を第２６図に示すmunmap（ ）手続き
はステツプ（472）で開始する。そしてステツプ
（474）において、extractrange（ ）手続きを呼
出し、除去すべき領域をカバーするマツプ・リス
ト・エントリのリストを作成し、マツプ・リス
ト・エントリの境界により移動すべき領域の境界
を整列するのに必要ならば、第１又は最終マツ
プ・エントリを分割する。次にステツプ（476）
において、「insertrange（ ）」手続きは、引出し
たマツプ・リスト・エントリをマツプ・リストに
戻す。ステツプ（478）において、killptes（ ）
手続きは、取消すべき仮想メモリ空間の裏の実メ
モリを解放し、ステツプ（480）において、ペー
ジ・テーブル・エントリ・キヤツシユをフラツシ
ユする。次にステツプ（482）において、この手
続きは呼出しに戻る。

従来のユニツクス・システムにおいて、プログ
ラムのデータ領域用に更に仮想空間が要求される
と、「obreak（ ）」手続きを使用した。仮想メモ
リのデータ領域及びスタツク領域間のカラ仮想空
間の適当な部分により空間を得るが、この付加さ
れる空間は実在するデータ領域まで連続しなけれ
ばならない。本発明においては、本発明のマツピ
ング・フレームワーク内で動作するように
obreak（ ）手続きを変更する。

本発明のobreak（ ）手続きの流れ図を第２７
図に示す。ステツプ（484）で開始したこの手続
きはステツプ（486）に進み、利用可能なコア及
びスワツプ空間を検査する。新たなデータ領域用
に利用可能なコア又はスワツプ空間が充分でない
ならば、ステツプ（487）においてこの手続きは
呼出しに戻る。充分なスペースがある場合、ステ
ツプ（488）においてデータ領域の最終マツピン
グを見付ける。処理の流れはステツプ（490）に
進み、新たなデータに適応できるように最終マツ
ピングが付加（拡張）できるならば、処理の流れ
はステツプ（492）に進む。このステツプ（492）
において、expand（ ）手続きを呼出して最終デ
ータ・マツピングがマツピングした仮想スペース
の領域を拡張し、ページ・テーブル・エントリを
セグメント及び処理ページ・テーブルに付加す
る。次のステツプ（494）において、新たなペー
ジ・テーブル・エントリをPG−FZERO型式にセ
ツトする。ステツプ（496）において、ページ・
テーブル・エントリをページ・テーブル・エント
リ・キヤツシユからフラツシユし、ステツプ
（498）においてこの処理を呼出しに戻す。最終デ
ータ領域マツピングができなければ、ステツプ
（490）はプログラムの流れをステツプ（500）に
進めるので、mapzeroi（ ）処理を呼出して、付
加したデータ領域用に新たな零で満ちたマツピン
グを行なう。次にステツプ（502）において、ペ
ージ・テーブル・エントリ・キヤツシユをフラツ
シユし、ステツプ（498）においてこの処理は呼
出しに戻る。

第２８図に流れ図を示した「getpagingcluster
（ ）」手続きは、デイスクのスワツプ領域内の第
１自由クラスタを見付けるのに使用する。ステツ
プ（504）で開始したこの手続きはステツプ
（506）に進み、どのクラスタが自由であるかを示
すために、スワツプ領域内のクラスタのビツト・
マツプを走査する。自由クラスタが見付かると、
ステツプ（508）はプログラムの流れをステツプ
（510）に進め、このクラスタがもはや自由でない
ことを示すようにスワツプ領域ビツト・マツプを
マークする。次にステツプ（512）において、こ
の手続きは、クラスタの第１ブロツク番号を呼出
しに戻す。クラスタが利用可能でなければ、ステ
ツプ（508）はプログラムの流れをステツプ
（514）に進め、この手続きは０を呼出しに戻す。

スワツプ領域クラスタをもはや使用しないと
き、流れ図を第２９図に示す
「freepagingcluster（ ）」手続きを使用する。ス
テツプ（516）で開始したこの処理はステツプ
（518）に進み、自由になつたクラスタに関連した
ビツト・マツプ内のビツトを変化させる。このク
ラスタ番号は、呼出しによりこの手続きに渡され
ている。ステツプ（520）において、この手続き
は呼出しに戻る。

〔発明の効果〕

上述の如く、本発明の仮想メモリ方法によれ
ば、複数のセグメント・ページ・メモリ・テーブ
ルの各々を、複数のセグメントの独立した１つに
それぞれ対応させると共に、実アドレス・ページ
のメモリ内のアドレスを参照するデータからそれ
ぞれ構成している。また、処理マツプ・リスト
を、セグメント・ページ・テーブルの総べてのメ
モリ内のアドレスを参照するデータから構成して
いる。よつて、２つ以上の処理が、セグメント全
体ばかりでなく、同一セグメントの選択した部分
のみを共有することもできる。また、処理ペー
ジ・テーブルは、処理マツプ・リストが参照する
メモリ内のアドレスを有する処理マツプ・テーブ
ル及びセグメント・ページ・テーブル内のデータ
を含むので、単一のテーブルを参照することによ
り、仮想アドレスから実アドレスへの変換ができ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は２つの処理をメモリ・マツピングする
のに本発明の仮想メモリ方法を用いたテーブル及
びフアイルの例を示す図、第２Ａ図はフオーク動
作の前の単一の親処理に関連したテーブル及びフ
アイルの例を示す図、第２Ｂ図は第２Ａ図の親処
理とフオーク動作に続く子処理とをメモリ・マツ
ピングするのに用いるテーブル及びフアイルの例
を示す図、第２Ｃ図は代表的なユニツクス・プロ
グラム・フアイルの仮想空間配列を示す図、第３
〜第２９図は本発明をユニツクス・オペレーテイ
ング・システムに適用した場合の手続きを示す流
れ図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 実アドレス空間内の実アドレスにデータを蓄
   積するメモリと、仮想アドレス空間内の仮想アド
   レスを参照して上記メモリに蓄積されたデータを
   処理アクセスする処理手段とを具えたコンピユー
   タを使用する際に、仮想アドレスを仮想アドレ
   ス・ページにグループ化し、特定の実アドレス
   を、上記処理手段が参照する特定の仮想アドレス
   に対応づける方法であつて、 上記メモリの複数のセグメントの各々を複数の
   実アドレス・ページから構成し、上記実アドレ
   ス・ページの各々を上記実アドレス空間内の複数
   の実アドレスから構成し、上記仮想アドレス・ペ
   ージの各々を上記実アドレス・ページの独立した
   １つに対応させ、上記実アドレス・ページの上記
   メモリ内のアドレスを参照するデータからそれぞ
   れ構成した複数のセグメント・ページ・テーブル
   の各々を上記複数のセグメントの独立した１つに
   それぞれ対応させ、上記セグメント・ページ・テ
   ーブルを上記メモリに蓄積し、 上記セグメント・ページ・テーブルの総べての
   上記メモリ内のアドレスを参照するデータから処
   理マツプ・リストを構成し、該処理マツプ・リス
   トを上記メモリ内に蓄積し、 上記仮想アドレス・ページに対応する上記実ア
   ドレス・ページの各々の上記メモリ内のアドレス
   を参照するデータから構成される処理ページ・テ
   ーブルを上記処理の実行直前に上記メモリ内に作
   成且つ蓄積し、 上記処理ページ・テーブルは上記処理マツプ・
   リストが参照する上記メモリ内のアドレスを有す
   る上記処理マツプ・テーブル及び上記セグメン
   ト・ページ・テーブル内のデータを含むことを特
   徴とする仮想メモリ方法。