JPH08507630A - メモリ管理装置およびメモリ管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 本発明は、ＤＯＳ実行可能なプログラムあるいは「モジュール」のための環境を提供するものてあり、これらのプログラムあるいは「モジュール」は、それらのコードあるいはデータの一部によって使用されるメモリを共有しながら他の同様に構成されたプログラムと協同し得るように構成されている。この環境によって、コンベンショナルメモリ（１０２）の全般的な要件が削減される。モジュールは、コンベンショナルメモリからスワップアウトされ得る一時的なコードおよびデータ（４０３）、ならびにスワップ不可能でありコンベンショナルメモリに常駐するグローバルデータおよびコード（４０２）を有している。本発明は、一時的なコードおよびデータのためのコンベンショナルメモリの１つのブロックを（複数の）モジュールが共有し得るようにすることによって、コンベンショナルメモリの要件を削減する。ディスク記憶装置（２０４）へあるいはそこからモジュールの一時的なブロックをスワップする代わりに、一時的なブロックはコンベンショナルメモリと拡張メモリあるいはエクスパンディッドメモリとの間でスワップされる。これによって、オーバレイスキムと比較して転送時間が大幅に削減され、性能が向上する。

Description

【発明の詳細な説明】 メモリ管理装置およびメモリ管理方法 発明の背景 １．発明の分野 本発明は、一般的にコンピュータメモリシステムに関する。本発明は、特に、 コンピュータメモリの使用を制御し最適化するためのメモリ管理システムに関す る。 ２．背景となる従来技術 典型的なコンピュータシステムは、多数のモジュールおよび構成要素から構成 される。コンピュータシステムは、典型的にマイクロプロセッサのような中央処 理装置（ＣＰＵ）を備えている。マイクロプロセッサは、命令を得て、復号化し 、実行するプログラム制御された装置である。コンピュータシステムは、システ ムオペレーティングソフトウエア、アプリケーションプログラム命令およびデー タを格納するための記憶構成要素を備えている。これらの記憶構成要素は、読み 出し専用メモリ（ＲＯＭ）、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）あるいはディス ク記憶装置あるいはテープ記憶装置などのような大容量記憶装置あるいは他の適 切な記憶手段であり得る。 コンピュータシステムのオペレーションは、「オペレーティングシステム」と して公知である一連の命令によって制御 される。オペレーティングシステムは、入力／出力などのコンピュータシステム の基本的機能を制御するために用いられる。また、オペレーティングシステムは 、典型的にはＲＯＭあるいはディスク記憶装置などの永久記憶素子に格納され、 次にＲＡＭへロードされ、そこで実行される。オペレーティングシステムの例と して、ＭＳ−ＤＯＳ又はＰＣ−ＤＯＳがある。コンピュータシステムは、アプリ ケーションプログラムを実行するために用いられる。 処理オペレーションの間に、データの格納されている上で命令が実行されると きに一時的にそのデータを格納することをＣＰＵがされるかもしれない。さらに 、処理およびそれに基づきプログラムが実行されているオペレーティングシステ ムを制御するアプリケーションプログラムは、ＣＰＵにアクセス可能でなければ ならない。この情報は、「メインメモリ」として知られている資源、ＲＡＭにそ の情報を格納することによってＣＰＵに対して利用可能になる。 メインメモリとして公知であるメモリ構成要素は、ユーザ、データ、プログラ ムあるいは処理に動的に割り当てられた不十分な資源である。この十分でない資 源に競合するメモリユーザは、アプリケーションプログラム、ＴＳＲ（「常駐終 了型」プログラム）および他の処理を有する。アプリケーションプログラムの例 としては、ワードプロセッサ、表計算、作図プログラム、データベースなどを含 む。あるアプリケーションプログラムは、ＲＯＭに格納され得る。しかし、一般 的 には、アプリケーションプログラムは、ディスクドライブなどの大容量記憶装置 に格納される。初期設定に際して、ＣＰＵによって実行されるアプリケーション プログラムは、大容量記憶装置からＲＡＭに転送される。 ＴＳＲは、コンピュータシステムでも用いられる。そのようなプログラムは「 ホットキー」および「ポップアップウインドウ」を提供し、ビデオ表示装置の角 に時計を表示したり、ディスクドライブの活動をモニタするなどの背景タスクを 行うために用いられる。ＴＳＲは、多くの他のアプリケーションのために書き込 まれ、ユーザがいくつかのＴＳＲがコンピュータに同時に常駐することを望むこ とがしばしばある。各ＴＳＲはそれが位置づけられるメモリ空間を必要とするの で、ＴＳＲをシステムに付加すると、メインメモリへのメモリデマンドを増加さ せることになる。 メインメモリは、典型的にＲＡＭなどのシリコンベースのメモリである。ある いは、ダイナミックランダムアクセスメモリ（ＤＲＡＭ）がメインメモリとして 用いられる。メインメモリＲＡＭはコンベンショナルメモリ、拡張メモリ、エク スパンデッドメモリとしてアクセスされ得る。コンベンショナルメモリ コンベンショナルメモリは、ＣＰＵによって最も容易にアクセスされるＲＡＭ の領域である。ＣＰＵが必要とするデータおよび命令をコンベンショナルメモリ に格納することが望 ましい。しかし、コンベンショナルメモリの大きさに制限があり、それによって コンベンショナルメモリに格納され得るデータおよび命令の量が制限される。 初期のマイクロコンピュータは、６４Ｋのアドレス空間を提供する１６ビット アドレスバスを有していた。アプリケーションが必要とするメモリの容量が増加 するに従って、マイクロコンピュータは１６ビットアドレスバスの制限を克服し なければならなかった。従って、ＩＢＭパーソナルコンピュータは、２０ビット アドレスバスをサポートしていたセグメント化されたアドレス指定スキムと共に 導入された。２０ビットアドレスバスは１０２４Ｋすなわち１Ｍのアドレス空間 を提供し、このアドレス空間は１６ビットバスのアドレス空間の１６倍である。 オリジナルのＩＢＭ ＰＣおよびシステムソフトウエアは、コンベンショナルメ モリを人為的に６４０Ｋに制限して設計された。６４０Ｋから１Ｍのアドレス空 間のうちの３８４Ｋは、将来使用するため、主としてＲＯＭのために確保された 。それに続くコンピュータのモデルは、オリジナルのＩＢＭ ＰＣと後方への互 換性があり、同一のＰＣ−ＤＯＳ ＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムを用 いるように設計されているので、６４０Ｋに制限されたコンベンショナルメモリ は最新のコンピュータ上のアプリケーションに対して利用可能なメモリの容量を 制限し続けている。拡張メモリ（Extended Memory） 拡張メモリは、十分な数のアドレス線を有するマイクロプロセッサによって直 接アドレス指定され得る１０２４Ｋバイトを超えるＲＡＭである。例えば、Ｉｎ ｔｅｌ ８０２８６マイクロプロセッサは２４ビットアドレス指定能力を有し、 メモリの最初の１Ｍの上の拡張メモリ内の１５Ｍをアドレス指定し得る。インテ ル８０３８６および８０４８６マイクロプロセッサは３２ビットアドレス指定能 力を有し、メモリの最初の１Ｍの上の拡張メモリのおよそ４ギガバイトをアドレ ス指定し得る。エクスパンディッドメモリ（Expanded Memory） 「エクスパンディッドメモリ仕様（expanded memory specification）」（Ｅ ＭＳ）としても公知であるエクスパンディッドメモリはエクスパンディッドメモ リとして用いるために、直接アクセス不可能であるエクスパンディッドメモリの 一部を確保し、それをページに分割する。エクスパンディッドメモリの１ページ をＣＰＵが直接アクセス可能であるアドレス空間に一度で切換えることによって 、ＥＭＳは実質的に無制限な容量のメモリにアクセス可能である。しかし、ＥＭ Ｓがページを変えるためには時間がかかる。所望のデータが直接アクセス可能な メモリ内に位置づけられたＥＭＳページフレームになければ、ＥＭＳはページフ レームの現在の内容をページアウトし、所望のデータを含むエクスパンディッド メモリからのページでページングしなければならない。そのよう なページ変えには時間が必要となるので、コンピュータの処理速度が遅くなる。 また、ＥＭＳは一般的にすべてのアプリケーションソフトウエアに適用可能では ない。アプリケーションソフトウエアは、ＥＭＳが利用可能である場合、特にＥ ＭＳを利用するために書き込まれなければならない。メモリマップ 図１は、典型的なコンピュータ、すなわち、ＩＢＭパーソナルコンピュータな どの、８０８８／８０８６ファミリーマイクロプロセッサに基づきＭＳ−ＤＯＳ 環境下で動作するコンピュータ上のメインメモリＲＡＭのメモリマップを示す。 図１のメモリマップは唯一可能なメモリなのではなく、典型的なメモリマップの 一例である。メモリマップは下から上に編成され、最下部はメモリ位置ゼロ（１ ０１）であり、最上部のメモリ内の最高位置まで続く。メモリマップは、３つの 基本領域を有している。第１の領域は、メモリの最底部の６４０Ｋであり、コン ベンショナルメモリ１０２と称される。コンベンショナルメモリ１０２はその全 体が読み取りおよび書き込みオペレーションを可能にするＲＡＭによって構成さ れるが、すべてのシステムが６４０Ｋ全体を有するのではなく、メモリ空間の一 部は未使用のままであってもよい。 コンベンショナルメモリ１０２は、ＴＳＲおよびデバイスドライバを含む、シ ステムソフトウエア、アプリケーションソフトウエア、ユーザデータおよびほか のコードおよびデー タを格納するために用いられる。図１に示されるように、ＭＳ−ＤＯＳはメモリ の最下部を用いて、ＭＳ−ＤＯＳのコード１０６および関連づけられたデータ１ ０７を格納する。その上に、ＭＳ−ＤＯＳは、まとめてエレメント１１２として 図示されているアプリケーションソフトウエア、ＴＳＲおよびデバイスドライバ を格納する。 コンベンショナルメモリの上には、３８４Ｋの予約メモリ１０３があり、これ はＲＡＭの６４０Ｋの上限の上から１０２４Ｋまでのメモリアドレス内に位置す る。予約メモリ領域１０３は、読み出し専用装置であるＲＯＭによって主に占め られる。予約メモリ領域において見いだされるＲＯＭは、システムＲＯＭ、ビデ オＲＯＭ、およびおそらくはハードディスクあるいはネットワークインタフェー スなどのその他の周辺装置のためのＲＯＭを含む。ＲＯＭに加えて、予約メモリ 領域１０３は、例えばビデオフレームバッファなどの他の種類の専用メモリも備 えている。 コンピュータの基本オペレーションをサポートするシステムＲＯＭは、例えば 、９６０Ｋから１０２４Ｋまでの予約メモリ領域１０３の最上部の６４Ｋを占め る。予約メモリ１０３の残りの空間は未使用であるか、あるいは他の周辺装置あ るいはＥＭＳページフレームをサポートするＲＯＭを含む他の目的のために使用 される。 上記のように、拡張メモリ１１１は１Ｍの上のすべてのメモリを含む。８０２ ８６のような２４ビットアドレス指定能 力を有するマイクロプロセッサは、予約メモリ１０３およびコンベンショナルメ モリ１０２の１Ｍに加えて拡張メモリ１１１の１５Ｍを含む１６Ｍまでのメモリ をアドレス指定し得る。８０３８６および８０４８６のような、３２ビットアド レス指定能力を有するマイクロプロセッサは、１Ｍの予約メモリ１０３およびコ ンベンショナルメモリ１０２のうえに４０９５Ｍの拡張メモリを含む４Ｇまでア ドレス指定可能である。１Ｍの真上に位置する拡張メモリ１１１内の領域は、高 位メモリ領域１１３とも称される。 ＴＳＲが増殖しアプリケーションプログラムが大きくなるに従って、コンベン ショナルメモリにおける空間に対する競合も大きくなる。ＴＳＲを用いる能力を 保持しながらアプリケーションプログラムにより大きなコンベンショナルメモリ を与えることが望ましい。 アプリケーションプログラムに対して利用可能なコンベンショナルメモリ空間 の量は、ＴＳＲが使用するメモリの容量を削減すること、ＴＳＲの数を減らすこ と、あるいはコンベンショナルメモリ外部のメモリにＴＳＲを配置し直すことに よって増加され得る。 ＴＳＲの数を削減すると、機能および性能が低下し得るので望ましくない。各 ＴＳＲによって使用されるコンベンショナルメモリの容量を削減することは、各 ＴＳＲへの再書き込みが必要となるので実用的ではない。 ＴＳＲは、ＴＳＲが使用していなけれは他のソフトウエア によって使用され得るコンベンショナルメモリ空間の一部を占めるので、これら のプログラムがコンベンショナルメモリ１０２外部のメモリに移動し得れば、よ り大きいメモリがアプリケーションソフトウエアに利用可能になるであろう。あ る従来技術の方法では、ＴＳＲをコンベンショナルメモリ１０２から予約メモリ １０３に移動させることによってアプリケーションソフトウエアに対して利用可 能なコンベンショナルメモリ１０２の量を増加させている。 この方法を実施するためには、未使用の予約メモリ１０３の量がまず決定され なければならない。また、ＴＳＲによって占められているコンベンショナルメモ リの容量も決定されなければならない。また、拡張メモリから割り当てを解除さ れたＲＡＭの十分な量を予約されたメモリ領域にマップして、ＴＳＲのためのメ モリ空間を提供しなければならない。次に、ＴＳＲは、予約メモリ領域１０３内 の利用可能なメモリに再配置されなければならない。 この従来技術の方法には欠点がある。まず、この方法では割り当てを解除され た予約メモリ空間しか使用できない。この方法では、ＲＯＭ、ビデオフレームバ ッファあるいは他の用途に割り当てられた予約メモリ空間を使用することはでき ない。また、ＴＳＲの再配置は、ＴＳＲに対するすべての参照が新しい場所に再 指示されることを保証するために行われなければならない。 コンベンショナルメモリから再配置を行う他の従来技術の 方法は、「オーバレイ」として公知である。オーバレイは、必要であればメモリ にスワップインおよびメモリからスワップアウトされる、プログラムの実行可能 な部分である。オーバレイには、オーバレイ内に位置する機能およびデータへの アクセスを制御するオーバレイマネージャとリンクされたオーバレイを用いるプ ログラムが要求されるという欠点がある。 オーバレイスキムの一例を、図２Ａおよび図２Ｂに示す。まず図２Ａを参照す ると、ＣＰＵによってアクセス可能なＲＡＭの最初の１０２４バイトがメモリブ ロック２０１として示される。メモリブロック２０１は、コンベンショナルメモ リ１０２の領域を含む。コンベンショナルメモリ１０２は、ＤＯＳのようなオペ レーティングシステムコードを格納するための下方のアドレスに位置する領域２ ０２を含む。ＤＯＳ領域２０２の上および予約メモリ１０３の下のコンベンショ ナルメモリ１０２の残りの領域１１２は、アプリケーション、ＴＳＲ，デバイス ドライバなどを格納するために用いられる。 アプリケーションには大きすぎてコンベンショナルメモリ１１２に全てを格納 できないものもある。そのようなアプリケーションの１例は、ワードプロセッシ ングアプリケーションであるＷｏｒｄ Ｐｅｒｆｅｃｔである。従って、一度に はＷｏｒｄ Ｐｅｒｆｅｃｔの一部のみがメモリ領域１１２に格納される。残り の部分は、ディスク記憶装置２０４などの他のメモリに格納される。アプリケー ションの一部が必要とされると、その部分はディスク記憶装置２０４からメモリ 領域１１２に転送される。 図２Ａの例においては、ブロックＡ２０３によって表されるアプリケーション の部分は、メモリ領域１１２に格納される。このアプリケーションは、ディスク 記憶装置２０４に格納される他の２つの部分、ブロックＢ２０５およびブロック Ｃ２０６に分割される。ディスク記憶装置２０４は、バスあるいは他の転送手段 ２０７を介してＲＡＭ２０１と結合する。 ブロックＡ２０３に含まれている機能が呼出されるかあるいは使用されると、 ブロックＡ２０３はメモリ領域１１２に常駐し続ける。他の機能が必要になると 、その機能を提供するコードはディスク記憶装置２０４からメモリ２０１に転送 されなければならない。今度は図２Ｂを参照すると、ブロックＢ２０５はディス ク記憶装置２０４からメモリ領域１１２に転送される。従って、前にメモリ領域 １１２に常駐していたアプリケーションの部分ブロックＡ２０３は、ディスク記 憶装置２０４に転送される。ブロックＢ２０５がメモリ領域１１２において占め る領域は、ブロックＡ２０３が占める領域よりもより大きいように記載されてい る。ブロックは同一の大きさを有する必要はないが、メモリ領域１１２における 利用可能なアドレス空間と同じぐらいの大きさにならなければならない。 オーバレイの欠点は、オーバレイがディスクファイルにおよびそこからスワッ プされ、それによって実行時間が長くなり性能が低下するということである。あ るプログラムでは、 コードあるいはデータが常にコンベンショナルメモリに常駐することを必要とす る。オーバレイは、コンベンショナルメモリに永続的に常駐するコードあるいは データを特定するいかなる方法も提供しない。ブロックＡ２０３およびＢ２０５ がスワップされると、それらのブロック全体がスワップされる。ブロックＡ２０ ３でメモリ領域１１２に残っている部分はない。従って、そのようなプログラム はオーバレイスキムを使用できない。ＴＳＲには、オーバレイに変換され得ない ものもある。これらのＴＳＲは、内部ＤＯＳ機能を提供するものも含む。この一 例は、ユタ州、Novell,Inc．of Provo、によって製造されたNetWare Dos Client ソフトウエアである。 従って、従来技術は、性能を低下させずにＴＳＲによって使用されるコンベン ショナルメモリの量を削減するシステムを提供していない。 発明の要旨 本発明は、メモリのコードあるいはデータの一部によって使用されるメモリを 共有しながら他の同様に構成されたプログラムと協同し得るように構成されてい るＤＯＳ実行可能なプログラムを提供する。これによって、コンベンショナルメ モリの全般的な要件が削減される。本発明において、これらのプログラムはモジ ュールと称され、アプリケーションプログラム、ＴＳＲあるいはこのモジュール フォーマットに変換されるその他の実行可能なファイルであり得る。モジュール は、コンベンショナルメモリからスワップアウトされ得る一時的なコードおよび データ、ならびにスワップ不可能でありコンベンショナルメモリに常駐するグロ ーバルデータおよびコードを有している。 メモリに常駐するグローバルデータを提供することによって、本発明のモジュ ールは、他のモジュールだけではなく、割り込みを扱うものおよび外部からある いは非同期的に利用可能であるその他のコードおよびデータも呼出得る。従って 、本発明はオーバレイよりもプログラミングインタフェースをサポートする。 本発明は、コンベンショナルメモリの１つのブロックを複数のモジュールが共 有し得るようにすることによって、コンベンショナルメモリの要件を削減する。 モジュールの数に無関係に、使用されるために割り付けられたコンベンショナル メモリのブロックの大きさは同じままである。割り付けられたメモリブロックは 、コンベンショナルメモリブロックを共有するモジュールの一時的なコードある いはデータの最も大きいブロックを格納するために十分な大きさを有する。 ディスク記憶装置へあるいはそこからモジュールの一時的なブロックをスワッ プする代わりに、一時的なブロックはコンベンショナルメモリと拡張メモリある いはエクスパンディッドメモリとの間でスワップされる。これによって、オーバ レイスキムと比較して転送時間が大幅に削減され、性能が向上する。 図面の簡単な説明 図１は、典型的なコンピュータシステムのメモリ組織を示すメモリマップであ る。 図２Ａおよび図２Ｂは、従来技術のオーバレイスキムを示す図である。 図３は、本発明のモジュール構造を示す図である。 図４Ａから図４Ｅは、メモリマネージャのオペレーションを示す図である。 図５は、本発明のプレイニット（Pre-init）オペレーションを示すフローチャ ートである。 図６は、本発明の実イニット（real-init）オペレーションを示すフローチャ ートである。 図７は、本発明におけるモジュールの呼出しを示すフローチャートである。 図８は、本発明を実施するためのコンピュータシステムのブロック図である。 図９は、ＶＭＣＢデータブロックを示す図である。 本発明の詳細な説明 コンピュータシステムにおけるコンベンショナルメモリをより有効に用いる方 法が記載される。以下の記載においては、より綿密に本発明を記載するために、 コンピュータシステムのタイプ、メモリアドレス位置、メモリ容量などの多数の 具 体的な事項が詳細に記載される。しかし、これらの具体的な詳細事項がなくても 本発明が実行され得ることは当業者には明らかである。他の例においては、本発 明を不必要にわかりにくくすることのないように、公知の特徴は詳細には記載さ れない。 本発明は、ＴＳＲおよび他のプログラムがコンベンショナルメモリにおける空 間を共有する方法および装置を提供することによって、コンベンショナルメモリ 要件を削減する。ＴＳＲおよびプログラムは「モジュール」として構成され、モ ジュールマネージャはコンベンショナルメモリへのモジュールのスワップインお よびそこからのスワップアウトを制御する。本発明の好ましい実施態様において は、ある時点で１つのモジュールしかコンベンショナルメモリに常駐しない。他 のモジュールは、拡張メモリあるいはエクスパンディッドメモリに格納される。 これによって、時間の消費および性能を低下させるディスクスワップが回避され る。 モジュールマネージャのオペレーションを図４Ａから図４Ｅに示す。図４Ａは 、コンベンショナルメモリ、予約メモリ、拡張メモリおよびエクスパンディッド メモリのメモリマップを示している。コンベンショナルメモリ１０２は、下部メ モリ領域においてＤＯＳ記憶領域２０２を有している。コンベンショナルメモリ １０２内のＤＯＳ領域２０２のちょうど上には、モジュールマネージャ４０１の ために保存されている空間がある。モジュールマネージャ４０１の上には、シス テ ムのために利用可能なモジュールのグローバルコードおよびデータのために予約 されている領域がある。グローバルコードおよびデータ領域４０２の上に格納さ れているのは、モジュールの一時的なブロックのために予約されている領域であ る。一時的なブロックモジュール４０３は、システム中のいずれかのモジュール の最も大きい一時的なブロックによって固定および決定される上限４０４を有し ている。上限４０４の上でかつ予約メモリ１０３の下のコンベンショナルメモリ １０２内の空間は、他のアプリケーションおよび処理のために利用可能である。 予約メモリ１０３はＲＯＭおよびエクスパンディッドメモリ４０６のために用 いられる。予約メモリ１０３の上には、拡張メモリ１１１（１０２４Ｋバイトの 上）がある。拡張メモリ１１１は、モジュールＡと称されるモジュールの一時的 なブロック４０５を格納する。エクスパンディッドメモリ４０６は、モジュール ＢおよびＣとそれぞれ称される一時的なブロック４０７および４０８を有してい る。 グローバルコードおよびデータがグローバル領域４０２に格納され、一時的な ブロック４０３の上限４０４が限定されると、モジュールマネージャはモジュー ルが呼出されるとモジュールにアクセスする準備ができている。図４Ｂを参照し ながら、モジュールＢが要求される場合を考える。モジュールＢは、グローバル 領域４０２に永続的に常駐するコードを有し得る。モジュールＢが呼出されると 、モジュールマネー ジャはモジュールＢの一時的なブロック４０７をエクスパンディッドメモリ４０ ６からコンベンショナルメモリ１０２の一時的なブロック４０３に転送する。こ のとき、他のモジュールのいずれかの一時的なブロックがコンベンショナルメモ リから外にスワップされる。そして、処理呼出しモジュールＢは、モジュールＢ がコンベンショナルメモリに常に常駐するかのように、一時的なブロックにアク セスし得る。図４Ｂに示されるように、モジュールＢの一時的なブロック４０７ は、一時的なブロック４０３内の利用可能なアドレス空間のすべてを使用するの ではない。一時的なブロック４０３の上限４０４は固定されたままである。 図４Ｃから図４Ｅに、モジュールが他のモジュールを呼出すプロセスを示す。 モジュールＣの一時的なブロック４０８は、図４Ｃに図示されているようにコン ベンショナルメモリ１０２の一時的なブロック４０３に常駐している。モジュー ルＣは、モジュールマネージャを介してモジュールＡを呼出す。モジュールマネ ージャは、呼出しを行っているモジュールおよびディスティネーションモジュー ルとの接触を保っている。モジュールＣの一時的なブロック４０８は、モジュー ルＡの一時的なブロック４０５とスワップされる。図４Ｄを参照すると、モジュ ールＡの一時的なブロック４０５は一時的なブロック４０３に格納される。モジ ュールＡの一時的なブロック４０５は一時的なブロック４０３のすべてのアドレ ス空間を占めることに留意されたい。モジュールＡがある機 能のために呼出され、その機能を実行した後、図４Ｅに示されるように、モジュ ールマネージャはモジュールＡの一時的なブロック４０５をモジュールＣの一時 的なブロック４０８とスワップする。モジュール構造 本発明においては、モジュールのコードおよびデータは、コンベンショナルメ モリにおけるモジュール管理に一般的な解決法が与えられるように、異なるカテ ゴリーに構成される。これらのカテゴリーは、機能タスク指名テーブル（ジャン プテーブル）、一時的なコードおよびデータ、グローバルコードおよびデータな らびにスタートアップコードおよびデータを含む。モジュールのフォーマットは 図３に示される。 モジュール３０１の構造は、３つの領域３０２、３０３および３０４を有して いる。領域３０２は、ジャンプテーブル３０５および一時的なグループ３０６を 有している。領域３０３はグローバルコードおよびデータを含み、領域３０４は スタートアップコードおよびデータを有している。一時的な領域３０２は、「ス ワップ可能な」コードおよびデータを有している。すなわち、このデータはコン ベンショナルメモリおよび（拡張されたあるいはエクスパンドされた）エンハン ストメモリの間でスワップインあるいはスワップアウトされ得る。ジャンプテーブル ジャンプテーブル３０６はモジュールによってサポートされる機能を表す。ジ ャンプテーブル（一時的なコードとも称される）は、いつでもスワップアウトさ れ得る。従って、割り込みを扱うもの（あるいは直接アクセス可能であるいずれ かのコードセグメント）は一時的なコードセグメントの中に存在し得ない。ジャ ンプテーブルにおける第１のエントリは、モジュールイニットルーチンへのポイ ンタである。ジャンプテーブル３０６は、すべてのモジュールに対して共通であ る少なくとも４つの定義済み機能、すなわち、イニット、アンロード、バージョ ンおよび統計へのポインタで構成されている。 イニット：イニットは、モジュールにおける初期設定ルーチンである。この初 期設定ルーチンはモジュールを初期設定するために必要なパラメータを得るため にプレイニットを行い、モジュールを適切なセグメントに実際にロードするため に実イニットを行う。ベクトルがフックされるのはこの実イニット処理において である。 アンロード：アンロード機能によって資源の解放が容易になる。アンロード安 全性（ＣＸ＝ＦＦＦｈ）についてのチェックが臨界地域状態に戻ると、アンロー ド要求は行われ得ない。モジュールがうまく動作すると、アンロード要求を行わ ない理由はなくなり、アンロード安全性のチェックは０に戻り、実際にアンロー ドを行っても安全であることが示される。そ して、実際にアンロードを行うという要求が行われないことはない。モジュール がアンロードのチェックを行わないと、アンロードのキャンセル（すなわち、Ｃ Ｘ＝ＦＦＦＥｈ）と共に、以前にチェックされたモジュールがすべて知らされる 。 バージョン：バージョン機能は、モジュールの主バージョンおよび小バージョ ンを得る。この機能は、モジュールの間に共有性を与える。このバージョン機能 のその他の副機能も、モジュールの間に共有性を設定する。他の副機能（０１ｈ −０Ｂｈ）によっても、接続設定、切断などに関してインターモジュールコミュ ニケーション（マルチキャスティング）を容易になる。 例えば、最初のタスクの終了時（すなわち、＿Notify Handler subfunction 0 1h,PSP Terminate）にマルチキャスト呼出しがある。この副機能は、事前に定義 された一般的な副機能の一部である。 統計：統計機能は、モジュールについての統計を得る。この機能は選択的であ る。この統計は、モジュールデバッギングのために行われる。統計構造は、長さ 優先バッファである。統計構造テーブルの第１番目の単語は、有効な統計情報の バイト数を示す。ほかのすべての統計情報は、スタットサイズフィールドとスタ ットエンドフィールドの間で記憶される必要がある。 他の機能は特にモジュールに与えられ得、これらの事前に定義された機能に従 う。ゼロ終了（ＤＤ０）は、共通の機能 およびジャンプテーブルにおけるモジュールによって定義された他の全ての機能 に続いて行われる。これによって、この機能の数を超える要求を拒否し得るよう に、モジュールマネージャはいくつの機能がモジュールによってサポートされて いるかを知り得る。一時的なデータ 一時的なコードのように、一時的なデータも特別な要件を備えている。あるタ イプのデータは、一時的なグループにおいて存在し得ない。これらの制限された タイプは、スタックおよび他のモジュールに渡されるデータを有している。性能 上の理由から、グローバルデータではないすべてのデータは、この一時的なデー タセグメント内になければならない。一時的なデータは、エンハンストメモリと コンベンショナルメモリとの間でスワップされる。グローバルコードおよびデータ グローバル領域３０３は、コンベンショナルメモリ内に常駐し続けなければな らないコードおよびデータを格納する。例えば、グローバル領域３０３に格納さ れ得るコードおよびデータは、グローバルコード、モジュールマネージャを介し てアクセスされない遠い呼出を扱うもの、スタックおよびほかのモジュールに渡 されたデータのための割り込み処理ルーチンを有している。グローバル領域にメ モリがなくてもモジ ュールを作ることは可能である。スタートアップ領域 スタートアップ領域は、初期設定コードを有している。そのコードはプレイニ ットおよび実イニットオペレーションを提供する。プレイニットの間には、各モ ジュールはモジュールマネージャにＶＭＣＢ構造データブロックを与える。モジ ュールはイニットルーチンを使用し、このＶＭＣＢ構造を介して要求される初期 設定メモリ（グローバルメモリおよび一時的なメモリセグメントを含む）の量を 報告する。具体的には、ＶＭＣＢ_InitImageParaLengthパラメータは、プレロー ドの全体のサイズを定義する。 モジュールマネージャは、ＶＭＣＢ_InitImageParaLengthを用いて、実イニッ トおよび実行時間の間にどれだけのメモリがスワップインおよびスワップアウト されるべきなのかを決定する。モジュールメモリ割り当てを決定するこの方法に よって混乱が避けられ、メモリセグメントを別々に保持する処理が簡略化される 。メモリセグメントを別々に保持することは、グローバルデータセグメントとプ ロテクトモードデータセグメントを同時に実行するときに有効である。モジュー ルがロードされている他のモジュールに依存している場合、モジュールに対する 依存性はプレイニット段階でチェックされる。偽のイニットフラグ（ＡＸ＝−１ ）が途中でこのプロシジャへ渡される。 実イニットの間、モジュールがロードされた位置からグローバルコード／デー タを移動することが必要である。このグループのディスティネーションは、実イ ニットでイニット機能をモジュールマネージャが呼出したときに、ＢＸレジスタ において定義される。この処理の後、モジュールはグローバルグループの移動に よって必要とされるいかなるフィックスアップも実行しなければならない。これ らのフィックスアップは、データはＤＯＳによってロードされたグループではな く新しい位置を参照していることを保証するために行われる。モジュールマネージャ 個々のモジュールおよびマルチプレクサを監督するのがモジュールマネージャ である。アプリケーションは、すべての呼出しをモジュールマネージャに対して 行うが、そのディスティネーションが他のモジュール（子）であろうとマルチプ レクサであろうとその個々のディスティネーションに対して要求を行う。モジュ ールマネージャは、応答が適した呼出すもの（caller）に戻ることを保証する。 すべてのモジュールは、他のモジュールをモジュールマネージャを介して呼出 す。モジュールがその特定のレイヤのマルチプレクサを呼出すときも、そのモジ ュールはモジュールマネージャに呼出しを行ってそのマルチプレクサを呼出す。 同様に、そのモジュールから呼出しが戻るとき、その呼出しはマルチプレクサか らモジュールマネージャを介してそのモ ジュールに向かう。 モジュールマネージャの責務の１つは、他の情報の間のＡＰＩ呼出しが正しく ルートされていることを保証することである。従って、モジュールマネージャは 、与えられたユーザアプリケーションが要求するモジュールがロードされている かを知らなければならない。それは他のモジュールを呼出すモジュールを監視す る。モジュールマネージャは、同様に非同期的に呼出されたモジュールおよび機 能を取り扱う。 モジュールマネージャはＡＰＩを与え、ナンバーによって機能およびモジュー ルを呼出す。モジュールマネージャは、呼出すもののモジュールＩＤを介して、 その機能を呼出しているのが誰であるかを知る。モジュールＩＤは、事前に割り 当てられている。モジュールマネージャは、ナンバーに基づきすべてのＡＰＩを 取り扱うので、モジュールマネージャはモジュールにおける個々の機能に対する 本質的な依存または結びつきを持たない。従って、要求モデルの一部ではないモ ジュールは、ＴＳＲメモリマネージャとしてモジュールを使用し得る。これによ って、様々な異なるＴＳＲをサポートする能力がモジュールマネージャに与えら れる。 モジュールマネージャは、すべてのモジュールが必要とする基本サービス、特 に、すべてのロードされたモジュールの間で呼出しを行い呼出しを容易にする基 本サービスを提供する。従って、モジュールマネージャは、要求モデルのすべて のレイヤを含む。 モジュールマネージャはマルチプレクサを含む各モジュールをロードおよびア ンロードするだけではなく、すべてのモジュールに対するメモリサービス（割り 当ておよび管理）を取り扱う。モジュールマネージャは、そのモジュールに対す るメモリスワッピングを用いる。 モジュールマネージャは、与えられたモジュールがモジュール自体に影響を与 えずにエクスパンディッドメモリ、拡張メモリ、コンベンショナルメモリあるい はサポートされているあらゆるメモリタイプのいずれを使用するかを決定する。 従って、個々の子モジュールは、メモリに関連する処理を行わなくてもよい。 子モジュールは、メモリ使用のある要件を満たしていなければならない。子モ ジュールがその要件が満たせば、子モジュールに対するモジュールマネージャハ ンドルメモリ機構のすべての利点が得られる。 また、モジュールマネージャはロード時間構成ＡＰＩに対する責務がある。い かなるモジュールも構成可能である。例えば、接続テーブルはある数の接続を必 要とし、またはＩＰＸは多数のＥＣＢ、もしくはより大きいあるいはより小さい バッファをサポートすることを必要とする。これらの例では、モジュールマネー ジャはモジュールに対する作業を行う。 付加的に、性能を最適化するために、使用されているメモリタイプに関係なく 、ユーザはスワップされていないメモリにモジュールをロードすることを望んで もよい。理想的には、 最適な構成のバリエーションは、モジュールマネージャによって管理される。こ の能力を望み得るモジュールにはＡＰＩが与えられる。 モジュールマネージャは、すべての可能な構成順列を知り得ないので、要求は モジュールの構成オプションを認識するために用いられるトークンを有するＡＰ Ｉを備えていた。そのＡＰＩは、モジュールがそれらのオプションを特定するも のである。このように、テーブル駆動型ＡＰＩは、ＮＥＴ．ＣＦＧファイルから 構成情報を分析するためにモジュールのスタートアップ時に呼出され得る。 モジュールマネージャがロードすると、モジュールマネージャは、現在のディ レクトリあるいは他の特定されたディレクトリ内でロードすべきモジュールをフ ァイルから読み出す。モジュールマネージャはこれらのモジュールをファイルが 特定された順番でロードする。 モジュールのロードが行われているときに、現在のディレクトリはデフォルト によって使用される。異なるディレクトリからモジュールをロードしたい場合、 コンフィギュレーションファイルにおけるモジュール＝コマンドにおいてディレ クトリを指定し得る。 ＶＬＭ＝Ｃ：＼ＮＷＣＬＩＥＮＴ＼ＣＯＮＮ．ＶＬＭ また、モジュールコマンドライン上のコンギュレーションフ ァイルのためのパスも特定し得る。例えば、以下の通りである。 ＶＬＭ／Ｃ＝Ｃ：＼ＮＷＣＬＩＥＮＴ＼ＮＥＴ．ＣＦＧ モジュールのデフォルトセットは基本機能のためにモジュールマネージャにハ ードコード化される。しかし、ＮＥＴ．ＣＦＧは、デフォルトオプションをオー バーライドするために用いられ得る。モジュールマネージャの呼出し モジュールマネージャの遠い呼出しハンドラーに対するアドレスを見いだすた めには、アプリケーションはＡＸレジスタおよびＢＸ＝０ｈにおいて７Ａ２０ｈ と割り込み２Ｆｈを行う。モジュールマネージャは、遠い呼出しアドレス（モジ ュールマネージャ）へのポインタであるＥＳ：ＢＸにおけるアドレスに戻る。モ ジュールマネージャが呼出しを処理したことをアプリケーションに知らせるため に、ＡＸはゼロにされる。コールバイナンバーシステム モジュールマネージャは、システムにおいてモジュールを唯一特定するコール バイナンバーシステムを使用する。機能もナンバーによって呼出される。このプ ロトコルは、アプリ ケーションがＣＡＬＬＥＲ＿ＩＤ、ＤＥＳＴ＿ＩＤおよびＤＥＳＴ＿ＦＵＮＣを 含む、モジュールマネージャの３つの不可欠な情報を提供することを要求する。 これらの２つのナンバーは、それぞれＷＯＲＤの大きさを有している。 ＣＡＬＬＥＲ＿ＩＤおよびＤＥＳＴ＿ＩＤは、個々のモジュールを唯一特定す るナンバーである。モジュールマネージャはこれらのナンバーを用いて、適切な モジュールをスワップインし、呼出しを適切にタスク指名する。 ＤＥＳＴ＿ＦＵＮＣは、呼出すものがどの機能を行いたいのかを示す。デステ ィネーション機能は、個々のモジュール内で定義される。これらの機能は、モジ ュールジャンブテーブル領域３０５によって定義される。 これらの３つの要求される要素は、このシステムによって管理される各機能呼 出しに対して共に作業を行う。アプリケーションがモジュール呼出しを行う場合 、モジュールマネージャのための遠い呼出しアドレスを得なければならない。以 下のコードは、どのようにアプリケーションが遠い呼出しアドレスを検索するの かの一例である。 以下のコードは、遠い呼出しアドレスを用いて＿ＶＬＭＮｏｔｉｆｙの要求を 行い、モジュールマネージャモジュールのバージョンを戻させる非モジュールア プリケーションの一例である。 要するに、まず、呼出すものはスタック上の自分のＩＤをプッシュする（ＣＡ ＬＬＥＲ＿ＩＤはモジュールに対してはゼロではなく、アプリケーションに対し てはゼロである）。そして、呼出すものは、ディスティネーションＩＤ、具体的 には呼出したいと思うマルチプレクサモジュールあるいは特定の子モジュールの ＩＤをプッシュする。最後に、呼出すものは、所望の機能ナンバーをプッシュす る。 ２つの予約された（あるいはシステム専用）機能がある。すなわち、初期設定 に用いられる機能０およびアンロードに用いられる機能２である。機能１および 機能３も、様々なモジュールを通じて一貫して用いられる。機能１は多数の副機 能を有する包括的通知機能のために、機能３はモジュール統計のために用いられ る。 戻ると、モジュールマネージャはＣＡＬＬＥＲ＿ＩＤ、ＤＥＳＴ＿ＩＤおよび ＤＥＳＴ＿ＦＵＮＣをスタックからクリアするので、アプリケーションはこの作 業を行ってはならない。これは、一般にパスカル呼出し規定と称されている。 ２つのレジスタ、すなわちＡＸおよびＢＰがモジュールマネージャによって使 用されている。ＢＰは、モジュールマネージャのみによって内部で使用される。 アプリーケーションは、いかなるパラメータ要求にもＢＰを使用してはならない 。ＢＰは、３つの要求された値をスタック上でプッシュするためにのみ用いられ 得る。アプリケーションは、リターンコードのためのみにＡＸを使用すべきであ る。 モジュールマネージャは、非同期的呼出しを取り扱う方法も提供する。呼出し 機能は、ディスティネーションＩＤ、ディスティネーション機能、呼出すものＩ Ｄ、および呼出しのためにセットアップされる必要があるあらゆるレジスタを含 むメモリのブロックへのポインタを与える。すると、要求は保持され、後に実行 される。必要とされるコードを実行できないとモジュールマネージャが決定する と、モジュールマネージャはコードの実行を延期し得る。この機能の呼出すもの は、この機能が実際に完了する前にコントロールバックを受け取り得る。モジュールマネージャプレイニット 本発明のプレイニットオペレーションのフローチャートを図５に示す。ステッ プ５０１に、モジュールマネージャはそれ自体を構成する（ＮＥＴ．ＣＦＧ、お よびＶＬＭ＝ファイル）。この構成は、新しいあるいは付加的なモジュールのリ ストを有し得る。次に、モジュールマネージャは、ステップ５０２で各モジュー ルを現在のリストに一回に１つにロードする。モジュールは、ステップ５０３で ロードオーバレイＡＰＩを用いてロードされる。初期設定機能は、ステップ５０ ４で「偽イニット」フラグオン（プレイニットを示している）と共に呼出される 。ロードされている途中のモジュールは、ステップ５０５でモジュールマネージ ャにＶＭＣＢデータブロックを与える。ステップ５０６では、モジュールのメモ リ 要件、すなわち、初期設定メモリ要件、あらゆるグローバルメモリ要件および一 時的なメモリ要件を読み出す。 ステップ５０７では、モジュールマネージャはモジュールパラメータテーブル 内のモジュールに対するパラメータを格納する。パラメータは、初期設定メモリ 要件、（もしあれば）グローバルメモリ要件、一時的メモリ要件、およびモジュ ールの機能の数を含む。 モジュールマネージャは決定ブロック５０８まで進む。決定ブロック５０８に おいて、「最終モジュールであるか？」というアーギュメントが行われる。アー ギュメントが偽であれば、得られるべきモジュールメモリ情報がまだあり、モジ ュールマネージャはステップ５０５に戻る。決定ブロック５０８におけるアーギ ュメントが真であれば、すべてのモジュールのメモリ要件が得られ、モジュール マネージャはステップ５０９に進む。 ステップ５０９では、モジュールマネージャはモジュールパラメータテーブル からデータを収集し、グローバルデータに必要なメモリを決定する。そして、モ ジュールマネージャは、グローバルデータを格納するためのコンベンショナルメ モリにおいてアドレス空間の割り付けを行う。 ステップ５１０では、モジュールマネージャはロードされなければならないモ ジュールの最も大きい一時的なメモリの要件を識別する。モジュールの最も大き い一時的なブロックは、コンベンショナルにおける一時的ブロック４０３の大き さを決定する。ステップ５１０では、モジュールマネージャは、ロードされるべ きモジュールの最も大きいブロックと少なくとも同じ大きさの一時的なメモリブ ロックにＲＡＭを割り当てる。 ステップ５１１では、モジュールマネージャは、各モジュールの一時的なブロ ックを格納するために用いられ得るアドレス空間がどれであるかを決定する。優 先順位は、最初が拡張メモリ、次にエクスパンデッドメモリ、そしてコンベンシ ョナルメモリである。ユーザはモジュールマネージャを構成し、特にある１つの タイプのメモリを使用し得る。モジュールマネージャはステップ５１２で、その タイプのメモリが使用可能であるかを決定する。そのメモリのタイプが使用不可 能である場合、モジュールマネージャは上記のヒューリスティックを用いてメモ リタイプを選択する。 ＶＭＣＢデータブロックの一例を図９に示す。モジュールマネージャ実イニット プレイニットルーチン後、モジュールはセットされていない偽イニットフラグ と共に再びロードされ、実イニットルーチンが実行される。実イニットルーチン の一例を図６に示す。ステップ６０１では、モジュールマネージャは偽イニット フラグをゼロにセットする。ステップ６０２では、第１のモジユールがロードさ れる。ステップ６０３では、初期設定ルーチンが呼出される。ステップ６０４で は、モジュールのため のあらゆる割り込みベクトルがフックされる。ステップ６０５では、モジュール の他のあらゆる資源が割り当てられる。ステップ６０６では、グローバルコード およびデータが割り当てられたアドレス空間に移動される。ステップ６０７では 、モジュールの一時的なブロックが、（拡張メモリ、エクスパンデッドメモリあ るいはコンベンショナルメモリにおいて）そのモジュールの一時的なブロックの ために割り当てられたアドレス空間にコピーされる。決定ブロック６０８におい て、「最終モジュールであるか？」というアーギュメントが行われる。このアー ギュメントが真であれば、ステップ６０９で実イニットプロシージャが終わり、 そこでモジュールマネージャが常駐終了する。決定ブロック６０８におけるアー ギュメントが偽であれば、システムはステップ６０２に戻る。モジュールローディング モジュールローディングを示すフローチャートを図７に示す。ステップ７０１ において、モジュールマネージャは、呼出しを受け取り、モジュールにアクセス する。決定ブロック７０２において、「他の要求がサービス中であるか」という アーギュメントが行われる。アーギュメントが頁であれば、モジュールマネージ ャは、退去（exiting）呼出しが完了すると新しい呼出しが行われ得るように現 在のＩＤをステップ７０３で格納する。 決定ブロック７０２におけるアーギュメントが偽である場 合、システムは決定ブロック７０４に進み、「ＤＥＳＴ ＩＤは有効か？」とい うアーギュメントが行われる。そのアーギュメントが真である場合、モジュール マネージャは決定ブロック７０５に進む。アーギュメントが偽である場合、モジ ュールマネージャはエラーを戻す。決定ブロック７０５においては、「機能＃は 有効か？」というアーギュメントが行われる。アーギュメントが真である場合、 システムは決定ブロック７０６に進む。アーギュメントが偽である場合、モジュ ールマネージャはエラーを戻す。 決定ブロック７０６において、「呼出すものＩＤ＝０であるか？」というアー ギュメントが行われる。アーギュメントが真である場合、呼出すものＩＤは現在 のモジュールＩＤと代えられ、システムはステップ７０７に進む。アーギュメン トが偽である場合、システムはステップ７０７に進む。 ステップ７０７において、現在一時的なブロックにあるあらゆるモジュールが エンハンストメモリ内の割り当てられたアドレス空間にコピーされる。従って、 モジュールのコードおよびデータに行われるいかなる変更も、「ホーム」アドレ ス空間（そのモジュールの割り当てられたアドレス空間）において更新される。 ステップ７０８において、呼出されたモジュールの一時的なブロックは、エンハ ンストメモリ内の割り当てられたアドレス空間からマップインされる。ステップ ７０９では、呼出された機能ナンバーが、現在一時的なメモリに格納されている ジャンプテーブルで参照される。ステッ プ７１０において、機能が呼出される。リターンすると、呼出すものＩＤがステ ップ７１１でチェックされる。必要であれば、呼出モジュールは一時的なブロッ クにマップインされる。ステップ７１２において、コントロールが呼出し機能あ るいは呼出処理に戻される。 上記の実施例は、アプリケーションがモジュール機能を呼出すときに適用され る。また、本発明は、モジュールのグローバルメモリが一時的なメモリ機能を呼 出しているとき、および一時的なメモリ内のモジュールが他のモジュールの一時 的なブロックを呼出すときにも用いられる。グローバルメモリから一時的なメモ リの呼出しにおいては、オペレーションは図７のアプリケーション呼出しのもの と同様である。グローバルリクエスタの呼出すものＩＤは０である。一時的メモ リから一時的メモリの呼出しに対しては、呼出すものがマップバックインされコ ントロールが戻されたとき、要求している一時的なコードが実際にメモリ内にあ るように、適した呼出すもののＩＤがプッシュされる。さもなければ、他のいく つかの処理をメモリ内にマップバックすることが可能であるが、これを行うとコ ンピュータシステムにとって不安定な環境になり得る。 本発明は、いかなるコンピュータシステムにも実行され得る。本発明を実行す るための典型的なコンピュータシステムを図８に示す。コンピュータシステムは 、ＣＰＵ８０１、ＲＡＭ（メインメモリ）８０２、ＲＯＭ（読み出し専用メモリ ） ８０３、およびＩ／Ｏ（入力／出力）８０４を有し、これらすべてがシステムバ ス８０７に結合されている。Ｉ／Ｏブロック８０４は、バス８０５を介した大容 量記憶装置８０６のような他のシステムにアクセスする。 ＣＰＵ８０１は、コンピュータを制御し、命令を実行し、データを処理する。 ＣＰＵ８０１は、システムバス８０７を介して他の構成要素と通信を行う。ＣＰ Ｕは、システムバス８０７を介してコンピュータの他の構成要素から入力データ を受け取り、システムバスを介してコンピュータの他の構成要素に出力データを 送る。システムバス８０７は、通常、アドレスバス、データバス、および様々な 他の制御線を備えている。アドレスバスおよびデータバスの幅は、制御線の数お よび種類と同様に、あるコンピュータシステムのものと他のコンピュータシステ ムのものとは異なっている。 ＲＡＭ８０２、ＲＯＭ８０３およびメモリマップされたＩ／Ｏ８０４を有する コンピュータシステムの各構成要素は、多数の個別のメモリ位置を有している。 ＣＰＵ８０１がこれらの位置にアクセスし得るようにするために、各位置には特 定のアドレスが割り付けられる。各アドレスは、アドレスバスを介して転送され 得る２進数の特定の組み合わせである。大部分のメモリ装置は１つ以上の位置を 有しているので、１つのメモリ装置の全ての位置に対するアドレスは、通常連続 的なブロックとして割り付けられる。しばしばこれらのブロックは、連続的に割 り付けられた（メモリにマップされた） アドレスでもある。しかし、割り付けられていないアドレスあるいは将来使用す るために予約されたアドレスのギャップがあり得る。 図８のコンピュータシステムは、ただ単に一例として示されている。本発明は 、いかなるコンピュータシステムにも実行し得る。 従って、メモリ管理装置およびメモリ管理方法が記載される。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ， ＴＤ，ＴＧ)，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，Ｇ Ｂ，ＧＥ，ＨＵ，ＪＰ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＮ，ＭＷ，ＮＬ，ＮＯ， ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＩ，Ｓ Ｋ，ＴＪ，ＵＡ，ＵＺ，ＶＮ 【要約の続き】 れによって、オーバレイスキムと比較して転送時間が大 幅に削減され、性能が向上する。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．処理手段を用い、グローバルブロックとしてメモリアドレスの第１の範囲に あることを要求される第１のアプリケーションの第１の部分を特定するステップ と、 該処理手段を用い、該グローバルブロックを格納する該メモリアドレスの該第 １の範囲にアドレス空間を割り付けるステップと、 該処理手段を用い、該第１のアプリケーションの一時的なブロックとして、該 メモリアドレスの該第１の範囲にあることを要求されない該第１のアプリケーシ ョンの第２の部分を特定するステップと、 該処理手段を用い、該一時的なブロックを格納する、該メモリアドレスの該第 １の領域内にはないメモリアドレスの第２の範囲にアドレス空間を割り付けるス テップと、 該処理手段を用い、該一時的なブロックを一時的に格納する該メモリアドレス の該第１の範囲に一時的なアドレス空間を割り付けるステップとを包含する、コ ンピュータシステムにメモリを割り付ける方法。 ２．前記処理手段を用い、第２のアプリケーションのグローバルブロックとして 、前記メモリアドレスの前記第１の範囲にあることを要求される該第２のアプリ ケーションの第１の部分を特定するステップと、 該処理手段を用い、該第２のアプリケーションの該グロー バルブロックを格納する該メモリアドレスの該第１の範囲にアドレス空間を割り 付けるステップと、 該処理手段を用い、該第２のアプリケーションの一時的なブロックとして、該 メモリアドレスの該第１の範囲にあることを要求されない該第２のアプリケーシ ョンの第２の部分を特定するステップと、 該処理手段を用い、該第２のアプリケーションの該一時的なブロックを格納す る、該メモリアドレスの該第１の領域内にはないメモリアドレスの該第２の範囲 にアドレス空間を割り付けるステップとをさらに包含する、請求項１に記載の方 法。 ３．前記処理手段を用い、前記第１のアプリケーションが実行されるとき、前記 一時的なアドレス空間に該第１のアプリケーションの前記一時的なブロックを一 時的に格納するステップをさらに包含する、請求項２に記載の方法。 ４．前記処理手段を用い、前記第２のアプリケーションが実行されるとき、前記 一時的なアドレス空間に該第２のアプリケーションの前記一時的なブロックを一 時的に格納するステップをさらに包含する、請求項２に記載の方法。 ５．前記一時的なアドレス空間が、前記第１のアプリケーションの前記一時的な ブロックおよび前記第２のアプリケーシ ョンの前記一時的なブロックのいずれか大きい方を保持するために十分な大きさ を有する、請求項２に記載の方法。 ６．前記メモリアドレスの前記第１の範囲がコンベンショナルメモリである、請 求項１に記載の方法。 ７．前記メモリアドレスの前記第２の範囲が拡張メモリである、請求項１に記載 の方法。 ８．前記メモリアドレスの前記第２の範囲がエクスパンディッドメモリである、 請求項１に記載の方法。 ９．前記第１のアプリケーションが常駐終了型アプリケーションである、請求項 １に記載の方法。 １０．処理手段を用い、メモリアドレスの第１の範囲にあることを要求される第 １のアプリケーションの第１の部分を格納する該メモリアドレスの該第１の範囲 にアドレス空間を割り付けるステップと、 該処理手段を用い、該メモリアドレスの該第１の範囲にあることを要求される 該第１のアプリケーションの第２の部分のためにメモリアドレスの該第１の範囲 内にはない該メモリアドレスの第２の範囲にアドレス空間を割り付けるステップ と、 該処理手段を用い、該メモリアドレスの該第１の範囲にあることを要求される 第２のアプリケーションの第１の部分を格納する該メモリアドレスの該第１の範 囲にアドレス空間を割り付けるステップと、 該処理手段を用い、該メモリアドレスの該第１の範囲にあることを要求されな い該第２のアプリケーションの第２の部分を格納するために、該メモリアドレス の該第１の範囲内にはない該メモリアドレスの該第２の範囲にアドレス空間を割 り付けるステップと、 該処理手段を用い、該第１のアプリケーションの該第２の部分と該第２のアプ リケーションの該第２の部分のいずれか大きい方を格納するために十分な大きさ を有する該メモリアドレスの該第１の範囲に一時的なアドレス空間を割り付ける ステップとを包含し、該一時的なアドレス空間が該第１のアプリケーションの一 時的なブロックを一時的に格納し、該第２のアプリケーションの一時的なブロッ クを一時的に格納する、コンピュータシステムにメモリを割り付ける方法。 １１．前記処理手段を用い、前記第１のアプリケーションが実行されるとき、該 第１のアプリケーションの前記第２の部分を前記一時的なアドレス空間に一時的 に格納するステップをさらに包含する、請求項１０に記載の方法。 １２．前記処理手段を用い、前記第２のアプリケーションが 実行されるとき、該第２のアプリケーションの前記第２の部分を前記一時的なア ドレス空間に一時的に格納するステップをさらに包含する、請求項１０に記載の 方法。 １３．前記メモリアドレスの前記第１の範囲がコンベンショナルメモリである、 請求項１０に記載の方法。 １４．前記メモリアドレスの前記第２の範囲が拡張メモリである、請求項１０に 記載の方法。 １５．前記メモリアドレスの前記第２の範囲がエクスパンディッドメモリである 、請求項１０に記載の方法。 １６．前記第１のアプリケーションが常駐終了型アプリケーションである、請求 項１０に記載の方法。