JPH10320265A

JPH10320265A - メモリ管理方法

Info

Publication number: JPH10320265A
Application number: JP13144497A
Authority: JP
Inventors: Motohide Nishimura; 元秀西村
Original assignee: Sharp Corp
Current assignee: Sharp Corp
Priority date: 1997-05-21
Filing date: 1997-05-21
Publication date: 1998-12-04

Abstract

(57)【要約】【課題】プログラムの複雑化及びテーブルサイズの累増
等を招くことなく、効率良くメモリ管理を行うことがで
きるメモリ管理方法を提供すること。【解決手段】メモリ確保部１１１、メモリ再確保部１１
２及びメモリ解放部１１３をそれぞれページメモリ管理
部と小ブロック管理部で構成し、各ページメモリ管理部
が共通のページメモリ管理テーブル１１４ｂをアクセス
してページ単位のメモリ操作を行い、メモリ管理ユニッ
トのページサイズよりも小さい最終ページについては各
小ブロック管理部が小ブロック管理テーブル１１４ｃを
アクセスしてメモリ操作を行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、組み込み機械など
計算機一般のオペレーティングシステムのメモリ管理方
式に関し、特に、中央処理装置に内蔵した又は外付けの
メモリ管理ユニットがページ単位でメモリを管理し、該
中央処理装置上でマルチプロセスを管理するオペレーテ
ィングシステムが各プロセスに対して任意のサイズのメ
モリブロックの確保、確保したメモリブロックのサイズ
変更及びメモリブロックの解放を行うメモリ管理方法に
関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、オペレーティングシステム（以下
「ＯＳ」と言う。）によるメモリ管理技術として、線形
リストによるメモリ管理方式（以下「線形リスト方式」
と言う。）と、仮想記憶管理によるメモリ管理方式（以
下「仮想記憶方式」と言う。）とが知られている。ここ
でまず、線形リスト方式とは、ＯＳが所定のプロセスの
ために確保したメモリブロックを相互にチェイン接続
し、リスト構造を用いてメモリブロックを管理するメモ
リ管理方式である。

【０００３】図６に示すように、この線形リスト方式で
は、確保したメモリブロックの先頭に管理テーブルを設
け、該管理テーブル内の情報を用いてメモリブロックを
チェイン接続する。この管理テーブル内には、メモリブ
ロックの属性、前のブロックのアドレス、次のブロック
のアドレス、メモリブロックのサイズ及びメモリを確保
したプロセスの識別子（以下「プロセスＩＤ」と言
う。）等のメモリ管理に必要な情報が記録される。

【０００４】そして、メモリを確保する場合には、メモ
リブロックのテーブルを順に検索し、次のテーブルのア
ドレス及びサイズから確保されていない空きメモリのサ
イズを計算する。空きメモリが確保すべきメモリ容量よ
りも大きな場合には、空きメモリブロックの先頭に新た
な管理テーブルを作成して情報を記録し、前後の管理テ
ーブルに、該メモリブロックに関する情報を書き込む。
これに対して、メモリを解放する場合には、図７に示す
ように解放対象となるメモリブロックに連結された前後
のメモリブロックの管理テーブルから、解放対象となる
メモリブロックの情報を削除し、その代わりにお互いの
メモリブロックの情報を格納してチェイン接続する。こ
のように、線形リスト方式では、上記管理テーブルを用
いたメモリの確保及び解放を通して、メモリ管理を行っ
ている。

【０００５】次に、仮想記憶方式について説明する。現
在一般的に用いられている計算機の中央処理装置（以下
「ＣＰＵ」と言う。）は、内在又は外付けされたメモリ
管理ユニット（以下「ＭＭＵ」と言う。）を用いてメモ
リ管理を行っており、仮想記憶方式では、論理アドレス
及び物理アドレスをＭＭＵ固有のページサイズ単位に分
割し、ＯＳが論理ページを物理ページに割り当てる。

【０００６】図８に示すように、この論理アドレスは、
ページ情報及びオフセットからなり、論理アドレスを物
理アドレスに変換する場合には、該ページ情報を用いて
アドレス変換テーブルを検索してページの物理アドレス
を決定し、それにオフセットを加えて実際の物理アドレ
スとする。なお、一度変換された論理アドレスと該論理
アドレスに対応する物理アドレスをアドレス変換バッフ
ァ（以下「ＴＬＢ」と言う。）に一時記憶することによ
り、変換の高速化が実現される。

【０００７】ここで、この仮想記憶方式には、単一仮想
記憶方式と多重仮想記憶方式とがある。

【０００８】単一仮想記憶方式は、図９に示すように、
複数のプロセスが同一の論理アドレス空間を共有するメ
モリ管理形態となり、実際にメモリ領域を確保する場合
には、論理アドレス上のメモリブロックをページ単位で
確保し、確保された論理アドレス空間のページが実際の
物理アドレス空間のページに割り当てられる。なお、ペ
ージの変換は、ＯＳによって自由に設定できるため、複
数ページにまたがるメモリブロックが論理アドレス上で
連続であっても、物理アドレス上で連続である必要はな
い。

【０００９】これに対して、多重仮想記憶方式は、マル
チプロセス対応型ＯＳが一般的に採用するメモリ管理方
式であり、図１０のように、プロセスごとに異なる論理
アドレス空間を有するメモリ管理形態となる。プロセス
の論理アドレス空間がそれぞれ独立し、あるプロセスが
別のプロセスのメモリ内容を破壊することがないため、
データ保護を要する場合に使用される。なお、この多重
仮想記憶方式では、プロセスを切り替える都度アドレス
変換テーブルを切り替えねばならないため、ＣＰＵ内部
に設けられるキャッシュメモリやＴＬＢをその都度初期
化する必要がある。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記線
形リスト方式及び仮想記憶方式のいずれを用いたとして
も、メモリの有効利用という面では大きな問題がある。

【００１１】具体的には、この線形リスト方式では、メ
モリの確保及び解放が頻繁に行われると、確保するメモ
リプール（以下「ヒープ領域」と言う。）上に空きメモ
リのかけらが多数存在することとなり、メモリ使用効率
が低下する。このため、特公平８−２５２６３８４号公
報に開示されるガーベジコレクション方法等を用いて、
解放したメモリ領域のかけらを集めて所定サイズのメモ
リ領域を確保し、もってメモリの有効利用を図る必要が
生ずる。

【００１２】しかし、このガーベジコレクションを用い
ると、メモリのアドレス自体が変化するため、プロセス
のメモリアクセスでは、図１１に示すように、固定アド
レスのテーブルに各メモリブロックの先頭アドレスを記
憶しておき、そこからの相対アドレスで実際のメモリア
ドレスを得る必要がある。このため、メモリアクセスが
２段階必要となってプログラムが複雑化し、またこれが
行われている間は他のプロセスを中断する必要が生じ
る。

【００１３】一方、仮想記憶方式では、論理ページを自
由に物理ページに割り当てられるため、上記問題は解決
できるものの、ページ単位でメモリを確保するために、
メモリブロックの最終ページでは未使用のメモリ領域が
発生する。特に、ページサイズよりも小さな単位でメモ
リ確保を行う場合には、ページごとに未使用のメモリ領
域が発生する。このため、ページサイズよりも小さな単
位でメモリ確保を頻繁に行うような場合には、実際には
空きメモリ領域が残っていても、メモリを確保できなく
なってしまう。

【００１４】ＯＳのメモリ管理部は、論理アドレスのヒ
ープ領域をあらかじめ定めておくが、このサイズを限定
すると、物理メモリと同じくかけらが残る問題が発生
し、連続したサイズのメモリが取れない可能性がある。

【００１５】論理アドレスは、一般に物理アドレスと比
較して十分に大きいため、ヒープに使用する論理アドレ
スを大きく取れば良いが、そうすると逆にアドレス変換
及びアドレス管理に必要となるテーブルサイズが大きく
なってしまう。

【００１６】また、多重仮想記憶方式を用いる場合に
は、組み込み機器などで使用される安価なＲＩＳＣ−Ｃ
ＰＵでは負担が大きい。例えば、ＡＲＭ社のＲＩＳＣプ
ロセッサはキャッシュメモリを論理アドレスで操作する
ため、プロセスの切換えの度にキャッシュＴＬＢのフラ
ッシュを行う必要がありＲＡＭからキャッシュにデータ
転送が発生し、性能が大きく低下する。

【００１７】このように、従来の線形リスト方式及び仮
想記憶方式のいずれを用いたとしてもメモリの有効利用
を図ることが難しいため、プログラムの複雑化及びテー
ブルサイズの累増を招くことなく、いかにしてメモリを
有効利用するかが重要な課題となっていた。

【００１８】そこで、本発明では、上記課題を解決し、
プログラムの複雑化及びテーブルサイズの累増等を招く
ことなく、効率良くメモリ管理を行うことができるメモ
リ管理方法を提供することを目的とする。

【００１９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、第１の発明は、中央処理装置に内蔵した又は外付け
のメモリ管理ユニットがページ単位でメモリを管理し、
該中央処理装置上でマルチプロセスを管理するオペレー
ティングシステムが各プロセスに対して任意のサイズの
メモリブロックの確保、確保したメモリブロックのサイ
ズ変更及びメモリブロックの解放を行うメモリ管理方法
において、前記メモリブロックのサイズが前記メモリ管
理ユニットのページサイズよりも大きな場合には、該メ
モリ管理ユニットがページ単位でメモリを確保し、メモ
リ管理ユニットのページサイズよりも小さい場合には、
ページ単位で確保されたメモリブロックの最終ページで
発生する未使用メモリの集合を小メモリ用のメモリプー
ルとして使用することを特徴とする。

【００２０】また、第２の発明は、前記オペレーティン
グシステムは、各プロセスに提供する物理空間と同一サ
イズの２つの論理空間を確保し、通常は一方の論理空間
のみを使用し、前記メモリブロックの確保又は解放によ
り、前記物理空間にメモリの余裕があるにも係わらず連
続したアドレスを取得できない場合にのみ他方の論理空
間を使用し、常に連続した論理アドレスのメモリブロッ
クの確保を保証することを特徴とする。

【００２１】また、第３の発明は、前記小メモリ用のメ
モリプールは、前記ページ単位のメモリと異なる論理空
間を使用し、変換された物理アドレスのページは２重に
マッピングされることを特徴とする。

【００２２】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本実施の形
態について説明する。

【００２３】まず、本実施の形態で用いる計算機システ
ムのハードウエア構成について説明する。図２は、本実
施の形態で用いる計算機システムのハードウエア構成を
示す図であり、ＣＰＵ本体２０ａ、キャッシュメモリ２
０ｂ、ＭＭＵ２０ｃ及びＴＬＢ２０ｄを有するＣＰＵ部
２０が、アドレスバス２１及びデータバス２２を介し
て、ＲＯＭ２３及びＲＡＭ２４のメモリと、物理メモリ
マップ上にマッピングされたＩ／Ｏ装置２５とをアクセ
スする。このように、本実施の形態では、ＣＰＵ本体２
０ａが取り扱う論理アドレスをＭＭＵ２０ｃを介して物
理アドレスに変換する上記単一仮想記憶方式を前提とし
ている。なお、この単一仮想記憶方式を用いることによ
り、ＤＭＡ転送などの特別な場合を除き、キャッシュを
フラッシュする必要がなくなり、安価なＲＩＳＣ−ＣＰ
Ｕを用いた場合でも性能低下を最小限に抑えることがで
きる。

【００２４】次に、図２に示すＣＰＵ部２０上で動作す
るオペレーティングシステムについて説明する。図１
は、本実施の形態で用いるオペレーティングシステム
（ＯＳ）の構成を示す機能ブロック図である。図１に示
すＯＳ１０は、基本的なページ管理を単一仮想記憶方式
で行い、メモリをサイズで確保する。ただし、メモリブ
ロックの最終ページには未使用部が発生するため、かか
る未使用部をページサイズの１／２以下の小メモリ確保
用のメモリプールとして使用する。このため、小さなブ
ロックを確保するためにわざわざページメモリを取得す
る不合理をなくすことができ、もってメモリ効率を上げ
ることができる。

【００２５】また、このＯＳ１０は、ヒープ領域の論理
空間として実際に使用する物理ヒープサイズの２倍のメ
モリ領域を確保しておき、通常はその一つだけを使用
し、その空間で連続するサイズが確保できなかった場合
のみ、他方の空間を使用するよう構成している。このた
め、常に連続した論理アドレスが確保でき、使用する論
理アドレス空間を最小にすることができる。また、小ブ
ロックの論理アドレスを、別の空間に設けることで論理
アドレスが分断されることを抑制している。

【００２６】次に、このＯＳ１０の具体的な構成につい
て説明する。図１に示すように、このＯＳ１０は、メモ
リブロックの確保、メモリブロックのサイズ変更及びメ
モリブロックの解放を行うメモリ管理部１１と、ソフト
ウエア割り込み処理を行うソフトウエア割り込み処理部
１２と、システムコールに対応する分岐処理を行うシス
テムコール分岐部１３とからなり、プロセス１４及び１
５は、複数のスレッドからなる。なお、プロセスは、Ｏ
Ｓ１０の資源（メモリ、ファイルなど）を確保する単位
であり、スレッドはＣＰＵを確保する単位である。

【００２７】また、メモリ管理部１１は、メモリ確保部
１１１、メモリ再確保部１１２、メモリ解放部１１３、
メモリ管理表１１４及び初期化部１１５からなり、メモ
リ確保部１１１、メモリ再確保部１１２及びメモリ解放
部１１３は、それぞれページメモリ管理部及び小ブロッ
ク管理部を有し、これらを用いて共通のメモリ管理表１
１４を操作する。

【００２８】また、メモリ管理表１１４は、アドレス変
換テーブル１１４ａ、ページメモリ管理テーブル１１４
ｂ及び小ブロック管理テーブル１１４ｃからなり、初期
化部１１５に内在されたＭＭＵ初期化部１１５ａ、ペー
ジメモリ初期化部１１５ｂ及び小ブロック初期化部１１
５ｃによりそれぞれ初期化される。

【００２９】具体的には、まずＯＳ１０起動時に初期化
部１１５がメモリ管理表１１４を初期化し、ＯＳ１０が
起動した後に、応用プログラムのプロセス１４又は１５
が、ＯＳ１０に対してシステムコール（ソフトウエア割
り込み）によってメモリの確保、サイズ変更、解放の要
求を送る。その後、ＯＳ１０内のソフトウエア割り込み
処理部１２及びシステムコール分岐部１３は該要求を解
析し、メモリ管理部１１のそれぞれのルーチン１１１〜
１１３に分岐する。

【００３０】各処理部１１１〜１１３は、システムコー
ルの引数の情報から、ページメモリであるか小ブロック
であるかを判断し、それぞれの内部ルーチンへさらに分
岐する。各ルーチンは、引数の情報にしたがってメモリ
管理表１１４を操作し、要求元のプロセス１４又は１５
へ情報を返信する。例えば、メモリ確保又はサイズ変更
の場合にはメモリブロックの先頭アドレスを返し、メモ
リ解放の場合には解放が成功したか否かを返す。その
後、プロセス１４又は１５は、その情報を使用して実際
のメモリの使用を行う。

【００３１】次に、図１に示す初期化部１１５による初
期化処理について説明する。図３は、本実施の形態で用
いるメモリマップを示す図であり、論理アドレス上にマ
ッピングされているプログラム／データが、アドレス変
換されて物理アドレスとなることを示している。なお、
本実施の形態では、ヒープ領域以外は論理アドレスと物
理アドレスとが一致することとする。そして、ＯＳ１０
が起動すると、まず応用プログラムであるプロセス１４
又は１５に解放するヒープ領域のサイズを決定し、メモ
リ管理表１１４を初期化する。この状態では、まだＭＭ
Ｕ２０ｃのメモリ管理機能は無効化されており、物理ア
ドレスがそのまま使用されている。

【００３２】ここで、図３に示すように、物理アドレス
上のヒープ領域３０のサイズは、ＲＡＭ２４の全サイズ
から、スタティックデータとメモリ管理表１１４の和を
引いて計算する。すなわち、本実施の形態では、プログ
ラムをＲＯＭ２３に置き、かかるプログラムがヒープ領
域３０に影響を及ぼさないようにしている。また、Ｉ／
Ｏ領域は、Ｉ／Ｏ装置２５のレジスタがメモリ上にマッ
ピングされただけなのでＲＡＭ２４のサイズとは関係し
ない。なお、プログラムをＲＡＭ２４上に置く場合に
は、さらにプログラムのサイズを引かねばならない。

【００３３】図４に示すように、論理アドレス上のヒー
プ領域３１（以下「論理ヒープ領域３１」と言う。）の
ページサイズは、物理アドレス上のヒープ領域３０（以
下「物理ヒープ領域３０」と言う。）の２倍＋小メモリ
ブロック用の論理ページとして計算され、本実施の形態
では８ページとなる。

【００３４】論理ヒープ領域３１のアドレスは、Ｉ／Ｏ
領域などの物理アドレス空間の後に置き、将来ＲＡＭサ
イズが拡張された場合でも、連続した論理アドレスを取
得できるようにしておく。ヒープサイズが決定すると、
論理サイズ分のページメモリ管理テーブル１１４ｂをス
タティックデータのすぐ後ろに確保して初期化する。こ
のページメモリ管理テーブル１１４ｂは、論理ヒープ領
域３１のページと１対１に確保し、全てを０に初期化
し、最初のテーブルのメモリブロックのサイズを物理ヒ
ープページ数に入れる。なお、ページ属性は、ページメ
モリ及び小ブロックの両者に共通して以下の意味があ
る。

【００３５】００００空き１００１ページメモリ（４０９６バイト）２０１０小メモリ（２０４８バイト）３０１１小メモリ（１０２４バイト）４１００小メモリ（５１２バイト）５１０１小メモリ（２５６バイト）６１１０小メモリ（１２８バイト）７１１１ページ／小ブロック共用ページページメモリ管理テーブル１１４ｂの論理ヒープページ
領域の１ページ目の最後に終端として、最初のページと
のリンクを設定する。具体的には、前のページ番号に最
初のページ番号を入れ、次のページに当該ページ番号を
入れる。

【００３６】最初のページの管理テーブルには、前のペ
ージに自分のページ番号を、次のページに終端のページ
番号を入れる。同様に、小ブロック用のページメモリ管
理テーブルの先頭と終端を設定しリンクを張る。ただ
し、小ブロックの先頭の空きサイズは設定しない。

【００３７】次に、ＭＭＵ２０ｃが使用するアドレス変
換テーブル１１４ａを初期化する。本実施の形態では、
実存するＲＯＭ、ＲＡＭ、Ｉ／Ｏ領域の物理アドレス空
間はヒープ領域を除き論理アドレスに１対１に対応し、
物理アドレスはそのまま使用できるようにしている。物
理ヒープ領域３０だけは２重マッピングを避けるため、
未使用領域に設定される。次に、論理ヒープ領域３１を
設定する。論理ヒープ領域３１の１ページ目だけを物理
ヒープ領域３０に１対１に変換できるよう、あらかじめ
設定する。

【００３８】これにより、プロセス１４又は１５起動後
の無用なアドレス変換テーブル１１４ａの変更及びＴＬ
Ｂ２０ｄのフラッシュを抑制する。２ページ目と小ブロ
ック用の空間は、それ以外の空間と同じく未使用領域に
設定する。以上でＯＳ１０初期化時のメモリ管理表１１
４の初期化が終了する。以上、図１に示す初期化部１１
５による初期化処理について説明した。

【００３９】次に、図１に示すメモリ確保部１１１によ
るメモリの確保について説明する。このメモリ確保部１
１１に渡される引数は、確保するメモリサイズ及びプロ
セスＩＤである。このメモリサイズがページサイズの１
／２（２０４８バイト）よりも大きな場合にはページメ
モリ管理部１１１ａに分岐し、１／２以下の場合には小
ブロック管理部１１１ｂへ分岐する。

【００４０】ページメモリ管理部１１１ａは、次式に従
ってメモリサイズから確保するページ数を計算する。ページ数＝（サイズ−１）／ページサイズ＋１まず、確保するページサイズが、スタティック領域に記
録された空きサイズ以下であるか否かを調べ、空きサイ
ズ以下でない場合には、メモリ確保不可として０を返
す。

【００４１】一方、確保可能な場合には、ページメモリ
管理テーブル１１４ｂの先頭からページ属性が空きか否
かと、空きであればその空きページサイズが確保するサ
イズ以上であるか否かとを検索し、確保可能な場合に
は、そのページ番号から論理ヒープアドレスを計算し、
返り値として確保する。そして、このページメモリ管理
テーブル１１４ｂのページ属性をページメモリ（００
１）とし、メモリブロックのサイズに確保するバイト数
と次に確保したプロセスＩＤを入れる。

【００４２】空きページ数すなわち確保したページ数が
０以外であれば、確保したページ分を進めた管理テーブ
ルのリストに挿入する。そして、スタティック領域に記
録された空きページサイズから確保したページサイズを
引く。最後に確保した論理アドレスを返り値としてプロ
セスに返す。

【００４３】メモリが確保できなかった場合は、論理ヒ
ープ領域の２ページ目を使用して連続したアドレスを確
保し、１ページ目の空きのページテーブルを検索し、そ
の部分に対応するアドレス変換テーブルのデータを２ペ
ージ目に確保した管理テーブルにコピーする。１ページ
目のページメモリ管理テーブルは、リストは変更しない
が、コピーした部分の空きサイズは引いて設定する。２
ページ目のページメモリ管理テーブルは、リスト構造と
メモリブロックサイズのみを設定する。２ページ目が使
用される場合は、常にページメモリの使用中である。

【００４４】確保するページ数をページサイズで割った
余りをページサイズから引いた値が１２８バイトより大
きい場合（確保した最終ページに未使用メモリが残って
いる場合）は、このページを小ブロック管理テーブルに
登録する。最終ページのページ属性に共用ページ属性
（１１１）を入れる。次に、小ブロック用のページ管理
テーブルリストを検索し、空きページの小ブロック番号
に小ブロック管理テーブル内の位置を示す番号を入れ、
そしてアドレス変換テーブルのこのページに対応する部
分に上記最終ページと同じ物理アドレスを示すデータを
入れる。これにより、変換される物理ページは２重にマ
ッピングされるが、使用する物理メモリは重ならない。

【００４５】また、小ブロック処理部１１１ｂは、サイ
ズを２で割りその値が１２８以下になるまでの回数から
メモリ属性を決定する。小ブロックのページメモリリス
トを検索し、同じ属性のものがあれば、小ブロック番号
から小ブロック管理テーブル１１４ｃを検索し、利用ビ
ットパターンを調べ、未使用部分があるならその位置に
１を入れ、ビット位置から論理ヒープアドレスを計算し
て先頭アドレスを返す。以上、図１に示すメモリ確保部
１１１が行うメモリの確保について説明した。

【００４６】次に、図１に示すメモリ再確保部１１２が
行うメモリの再確保について説明する。メモリ再確保部
１１２に渡される引数は、確保したメモリアドレスと新
しいメモリサイズ及びプロセスＩＤである。まず、メモ
リアドレスから確保してあるメモリブロックのページメ
モリ管理テーブル１１４ｂを調べ、該ページメモリ管理
テーブル１１４ｂのページ属性がページメモリならペー
ジメモリ管理部１１２ａに、小ブロックなら小ブロック
処理部１１２ｂに分岐する。

【００４７】ページメモリ管理部１１２ａは、新たに確
保するサイズとページメモリ管理テーブル１１４ｂに記
録されている確保サイズとを比較し、新たに確保するサ
イズの方が小さい場合、それぞれをページサイズにして
比較し、同じであれば、管理テーブルのメモリサイズを
新しいものに変更し、前と同じアドレスを返す。

【００４８】次に、新たに確保するメモリサイズをペー
ジサイズの１／２（２０４８バイト）と比較し、小さけ
れば小ブロックの確保ルーチンを呼び出して確保し、前
のブロックの先頭からサイズバイト分をコピーして、新
たに確保した小ブロックの先頭アドレスを返す。サイズ
が１／２より大きい場合は、解放するページが出るため
ページメモリ管理テーブルのサイズを書き換え、新しく
確保したページを進めたページメモリ管理テーブルに空
きサイズを設定し、リストに追加する。

【００４９】解放するページ数は空きページ数に追加す
る。解放するページに共用メモリがある場合には、空き
ページから１を引いておく。新たに確保されたメモリブ
ロックの最終ページの未使用部が１２８バイト以上であ
れば、小ブロックのリストに追加する。新たに確保する
サイズが、古いサイズより大きな場合には、ページメモ
リ確保部を呼び出してメモリを確保し、古い部分からメ
モリをコピーする。確保できない場合には、空きページ
数と確保中のメモリサイズとの和を求め、そのサイズが
確保するサイズよりも大きい場合は、論理ヒープの２ペ
ージ目に論理アドレスを確保し、確保してある論理ペー
ジに対応するアドレス変換テーブルの値を２ページ目に
コピーし、古いページメモリ管理テーブルのサイズを０
にする。そして、１ページ目の空きページのアドレス変
換テーブルの値を、２ページ目のサイズを満たすまでコ
ピーする。

【００５０】また、小ブロック処理部１１２ｂは、新た
に確保するサイズとページサイズの１／２（２０４８バ
イト）と比較して、大きい場合はページメモリ確保部を
使用してメモリを確保し内容をコピーし、古い小ブロッ
クを解放し、新たに確保したメモリブロックの先頭アド
レスを返す。小ブロックの場合も、小ブロックの確保機
能を使用して確保し、新しいブロックのサイズの方が大
きい場合は、古いブロックから全サイズをコピーし、小
さい場合は、新たに確保したサイズ分だけコピーし、新
しいブロックの先頭サイズを返す。以上、図１に示すメ
モリ再確保部１１２が行うメモリ再確保について説明し
た。

【００５１】次に、図１に示すメモリ解放部１１３が行
うメモリ解放について説明する。メモリ解放部１１３へ
渡される引数は、確保したメモリアドレスと新しいメモ
リサイズ及びプロセスＩＤである。まず、メモリアドレ
スから確保してあるメモリブロックのページメモリ管理
テーブル１１４ｂを調べる。そのページメモリ管理テー
ブル１１４ｂのページ属性がページメモリならページメ
モリ処理部１１３ａに、小ブロックなら小ブロック処理
部１１３ｂに分岐する。

【００５２】ページメモリ管理部１１３ａは、ページメ
モリ管理テーブル１１４ｂの属性を空きにし、解放する
ページサイズをメモリブロックのサイズに入れ、空きサ
イズに加える。最終ページが共用の場合はそれぞれ１を
引く。その場合は、共用ページをリストに挿入する。解
放するメモリブロックが論理ヒープの２ページ目の場合
は、管理テーブルの空きサイズを０にして、１ページ目
の対応する空きサイズを復帰させる。

【００５３】また、小ブロック処理部１１３ｂは、ペー
ジメモリ管理テーブル１１４ｂから小ブロック番号を参
照し、利用ビットパターンの対応するアドレスに０を入
れる。ビットパターンが全て０になった場合は、ページ
メモリ管理テーブル１１４ｂ自体を解放する。その時
に、その部分に対応する共用ページテーブルも解放し、
前後のテーブルリストを接続する。前のブロックが空き
の場合は、そのページ管理テーブルの空きサイズページ
と空きページの値に１を加える。以上、図１に示すメモ
リ解放部１１３が行うメモリ解放について説明した。

【００５４】次に、図１に示すページメモリ管理テーブ
ル１１４ｂと、小ブロック管理テーブル１１４ｃとの関
係について説明する。図５は、実際のメモリ利用の具体
例を示す図であり、ページメモリ管理テーブルと小ブロ
ック管理テーブルとの関連を示している。同図に示すよ
うに、ページメモリ管理テーブル１１４ｂは、ページ単
位で取得されるページメモリを管理しており、具体的に
は、小ブロック番号、ページ属性、メモリブロックのサ
イズ、ブロックを取得したプロセスＩＤ、前のページ番
号及び後ろのページ番号を有する。また、小ブロック管
理テーブル１１４ｃは、各最終ページに関して、ページ
先頭からのオフセットバイト、小ブロックの利用ビット
パターンを管理している。

【００５５】上述してきたように、本実施の形態では、
メモリ確保部１１１、メモリ再確保部１１２及びメモリ
解放部１１３をそれぞれページメモリ管理部と小ブロッ
ク管理部で構成し、各ページメモリ管理部が共通のペー
ジメモリ管理テーブル１１４ｂをアクセスしてページ単
位のメモリ操作を行い、メモリ管理ユニットのページサ
イズよりも小さい最終ページについては各小ブロック管
理部が小ブロック管理テーブル１１４ｃをアクセスして
メモリ操作を行うよう構成したので、下記に示す効果が
得られる。１）従来未使用として使用できなかったメモリブロック
の最終ページのメモリを有効に利用し、もってメモリの
利用効率を上げることが可能となる。２）小メモリ確保のためにページ単位のメモリ領域を確
保する必要をなくし、もってメモリの有効利用を図るこ
とが可能となる。３）メモリのかけら部分について、常に空きページのサ
イズ分は連続したアドレスを確保し、もってメモリの有
効利用を図ることが可能となる。

【００５６】

【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明は、
メモリブロックのサイズがメモリ管理ユニットのページ
サイズよりも大きな場合には、該メモリ管理ユニットが
ページ単位でメモリを確保し、メモリ管理ユニットのペ
ージサイズよりも小さい場合には、ページ単位で確保さ
れたメモリブロックの最終ページで発生する未使用メモ
リの集合を小メモリ用のメモリプールとして使用するよ
う構成したので、下記に示す効果が得られる。

【００５７】１）従来未使用として使用できなかったメ
モリブロックの最終ページのメモリを有効に利用し、も
ってメモリの利用効率を上げることが可能となる。

【００５８】２）小メモリ確保のためにページ単位のメ
モリ領域を確保する必要をなくし、もってメモリの有効
利用を図ることが可能となる。

【００５９】３）メモリのかけら部分について、常に空
きページのサイズ分は連続したアドレスを確保し、もっ
てメモリの有効利用を図ることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本実施の形態で用いるオペレーティングシステ
ムの構成を示す機能ブロック図である。

【図２】本実施の形態で用いる計算機システムのハード
ウエア構成を示す図である。

【図３】本実施の形態で用いるメモリマップを示す図で
ある。

【図４】図３に示すヒープ領域の詳細なメモリマップを
示す図である。

【図５】ページメモリ管理テーブルと小ブロック管理テ
ーブルの関係を示す図である。

【図６】線形リストによるメモリ管理の概念を示す図で
ある。

【図７】線形リストによるメモリ解放の概念を示す図で
ある。

【図８】仮想記憶方式によるアドレス変換を示す図であ
る。

【図９】単一仮想記憶方式の概念を示す図である。

【図１０】多重仮想記憶方式の概念を示す図である。

【図１１】ガーベジコレクションの概念を示す図であ
る。

【符号の説明】

１０…オペレーティングシステム１１…メモリ管理部１２…ソフトウエア割り込み処理部１３…システムコール分岐部、１４，１５…プロセス１１１…メモリ確保部１１２…メモリ再確保部１１３…メモリ解放部１１４…メモリ管理表１１５…初期化部１１１ａ，１１２ａ，１１３ａ…ページメモリ管理部１１１ｂ，１１２ｂ，１１３ｂ…小ブロック管理部１１４ａ…アドレス変換テーブル１１４ｂ…ページメモリ管理テーブル１１４ｃ…小ブロック管理テーブル１１５ａ…ＭＭＵ初期化部１１５ｂ…ページメモリ初期化部１１５ｃ…小ブロック初期化部２０…ＣＰＵ部２０ａ…ＣＰＵ本体２０ｂ…キャッシュメモリ２０ｃ…ＭＭＵ２０ｄ…ＴＬＢ２１…アドレスバス２２…データバス２３…ＲＯＭ２４…ＲＡＭ２５…Ｉ／Ｏ装置３０…物理アドレスのヒープ領域３１…論理アドレスのヒープ領域

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】中央処理装置に内蔵した又は外付けのメ
モリ管理ユニットがページ単位でメモリを管理し、該中
央処理装置上でマルチプロセスを管理するオペレーティ
ングシステムが各プロセスに対して任意のサイズのメモ
リブロックの確保、確保したメモリブロックのサイズ変
更及びメモリブロックの解放を行うメモリ管理方法にお
いて、前記メモリブロックのサイズが前記メモリ管理ユニット
のページサイズよりも大きな場合には、該メモリ管理ユ
ニットがページ単位でメモリを確保し、メモリ管理ユニ
ットのページサイズよりも小さい場合には、ページ単位
で確保されたメモリブロックの最終ページで発生する未
使用メモリの集合を小メモリ用のメモリプールとして使
用することを特徴とするメモリ管理方法。
【請求項２】前記オペレーティングシステムは、各プロセスに提供する物理空間と同一サイズの２つの論
理空間を確保し、通常は一方の論理空間のみを使用し、
前記メモリブロックの確保又は解放により、前記物理空
間にメモリの余裕があるにも係わらず連続したアドレス
を取得できない場合にのみ他方の論理空間を使用し、常
に連続した論理アドレスのメモリブロックの確保を保証
することを特徴とする請求項１記載のメモリ管理方法。
【請求項３】前記小メモリ用のメモリプールは、前記ページ単位のメモリと異なる論理空間を使用し、変
換された物理アドレスのページは２重にマッピングされ
ることを特徴とする請求項１記載のメモリ管理方法。