JPS6093564A - セグメント一括ロ−ド方式 - 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】 本発明は、セグメンテーション・ページング方式の仮想
記憶方式を採用している計算機システムにおけるセグメ
ント一括ロード方式に関するものである。

セグメンテーション方式の仮想記憶方式においては、プ
ログラムの論理的なかだまりをセグメントとし、これを
単位としてプログラムの保護および、プログラムの主記
憶への割当てを行っている。

前述のようＫ、セグメントは、プロクラムの論理的なか
たまりを単位としているので、その大きさくサイズ）杜
、プログラムに依存し、各セグメントにより異なりてい
る。このため、セグメントの主記憶への割当てに際して
は、必要なセグメントのサイズを満たす主記憶の空きエ
リアを見出す必要があり、さらＫ、そのサイズを満たす
空きエリアが存在しない場合には、主記憶上での割当て
済みのセグメントのサイズ、および、その前後における
空きエリア、あるいは、セグメントのサイズ等を考慮し
て主記憶から追出すべきセグメントの決定を行う必要が
あること、さらＫ、時間が経過する罠つれて、小サイズ
のエリアが増大し、主記憶の使用率が低下することを防
ぐためＫ、ある時点で、主記憶上で、セグメントを配置
し直す処理、いわゆるカーページコレクシ、ンが必要に
なる等の問題があった。

一方、ページング方式においては、ブーグラムをその論
理的な構成Ｋかかわりなく、一定のサイズのページに分
割する。

一方、主記憶も同じサイズのかたまり（以後、これをペ
ージフレームとよぶ）に分割し、ここＫ。

ページを割当てるためＫ、セグメンテーション方式の場
合のような空きスペースのサイズの考慮が不要となり、
割当ての管理が簡単化されるという長所がある。

セグメンテーション・ページング方式ｔｄ、　フログラ
ムの論理的なかたまりであるセグメントを。

更に、固定サイズのページに分割し、主記憶への割当て
は、ページを単位として行うようにしたもので、これに
より、情報の保護等、論理的な管理に関してはセグメン
ト単位に、主記憶の割当てのような物理的な管理に関し
ては、ページ単位に行うことが可能となる。通常の仮想
記憶方式においては、オンデマンド方式とよばれる制御
方式が一般に採用されている。

これは、フログラムの実行において、必要な情報を含む
ページあるいは、セグメントが主記憶上に存在しないこ
とが検出された時点で、必要なページ、あるいはセグメ
ントを主記憶上にとり込む方式である。

坤ち、ページング方式、あるいは、セグメンテーション
・ページング方式においてり、プログラムの実行中にペ
ージ不在が検出されると、このページを割当てるための
主記憶の空きページ・フレームをさがしだし、もし、空
きページフレームがない場合には、割当て済みのページ
フレームを取上げ、空きページフレームを作りだしｆｃ
うえで、このページフレームを必要とされるページに割
当て、ここＫ、必要なページ情報を転送することＫより
そのページが７り七スできる状態となる。

上述のようＫ、オンデマンド方式においては、ページ不
在が発生した時点でページ不在１６理により、必要なペ
ージを主記憶にとり込んだ後処理を続行することＫなる
が、このときもし、このページと関連の強いページを同
時に主記憶に取込んでおくことができれば、同時に取込
まれたページへの７り七スに際しては、ページ不在を発
生することな（処理が行えることになる。

災に、ページ不在処理においては、各種制御テーブルの
−、クプジセスの状態管理、ページングＩ１０の開始処
理、終了処理勢、−回のページ不在処理において処理す
るページの数に関匂なく必要な処理が多くの部分を占め
ており、従９て複数個のページに対するページ不在処理
を、複数ページ分をまとめて１回で行りた場合には１ペ
ージ毎に複数回行う場合に比べて全体の処理時間を大巾
に短縮することが可能であり、ページ不在処理のための
オーバへ、ド時間の短縮に効果が大であり、処理速度向
上に大きな効果をもつ。

先述のように、セグメンテーション・ページング方式に
おいては論理的に関連のあるかたまりとして、セグメン
トが識別できるので、ある時点てページ不在が発生した
場合には、これを含むセグメント単位を取込む即ち、一
括ロードすることＫより、ページ不在の発生を抑制でき
る可能性がある。

しかしながら、セグメントにおいても、セグメントのあ
る部分がアクセスされた時点でそれＫひき続く比較的短
期間において他の部分がアクセスされる可能性の高いも
の即ち、関連の強いセグメントと、そうでないものがあ
り、比較的関連の低いセグメントについても一括ロード
を行うことは。

主記憶のページを無駄に専「することになり、全体とし
ての計算機システムの性能を低下させることになる。

従って１本発明の目的は、セグメンテーション・ページ
ング方式の仮想記憶方式のＨ１算徐システムにおける主
記憶の有効利用をＵＪ能とするセグメント一括ロード方
式を提供することにあり、更には。

改良された処理能力をもつ計算機システムを提供するこ
とにある。

本発明は、セグメントの属性として、このセグメント内
の情報が互に強い関連をもつか否かを指定できるように
し、これをセグメント記連子上に置くことにより、ペー
ジ不在発生時に、そのページの含まれるセグメントの前
記属性に応じて一括ロードを行ったり、−ページのみの
シードを行ったりすることかできるようＫしたものであ
る。

従って本発明により、ページ不在の発生する頻度を少く
することができ、プログラムの実行速度を増大させるこ
とができるとともＫ、ページ不在処理のためのオーバー
へ、ドを減少させる仁とができ計算機システム全体とし
ての処理能力を向上させることが可能となる。

次Ｋ、本発明の一実施例について説明する。

第１図および９２図（ａｌ　、　（ｂ）　、　（Ｃ）　
ｌ　（ｄ）　、　（ｅ）に、本実施例におけるアドレス
変換のための制御テーブル、主記憶の管理のための制御
テーブルの構成を示す。

本実施例においては、各ブーセスに対して仮想アドレス
空間が与えられているものとしており、仮想アドレスＬ
Ａ＃′ｉ３２ビ、トからなり、各々上位からｌＯと、ト
のセグメントアドレス８Ａ、１０ビ、トのセグメント内
ＦＡページアドレス、１２ビ、）のページ内相対アドレ
スＰＩ（、Ａ　からｍ成されるものとしている。、ＳＡ
、ＦＡ、ＰＲ，Ａ　Ｈ各々値１＋Ｊｗｋをもつとする。

ブーセス制御ブロック（ＰＣＢ）　は、アドレス空間指
定１ｉｌＩＡＳＷをもつ。Ａ８Ｗは、セグメントテーブ
ルのサイズ（ＳＴ’ｓｚ　）とセグメントテーブルへの
ポインタ（８ＴＰ）をもつ、ＰＴｌｔ指定されるセグメ
ントテーブル（８Ｔ）　ｉｊ、　８１Ｚ　ｐ４．のセグ
メント記述子（ＳＤ）から構成され、各８Ｄは、第２図
（ａ）Ｋ示すようにセグメントの状態情報ＳＳ’Ｉ’、
％性情程ＳＡＴ、セグメントのサイズ（ページ数）　Ｐ
Ｎ、ページテーブルへのポインタｐ′１’Ｐ　をもつ。

セグメントの属性情報ＳＡＴとしては、保護情報Ｐ）Ｉ
Ｔに加えて、このセグメントのページの属ずべき、ワー
キングセット枠の識別子（Ｗ８１Ｄ）および、このセグ
メントの一括り−ド指定ビ、　ト（Ｌ）が設けられるセ
グメント記述子８ＤのポインタＦＴＰでアドレスされる
ページテーブルは、８１）上のセグメントのサイズＰＮ
で指定される１ｉＩｌａのページ記述子ＦＤから構成さ
れる。各ＦＤ　は、＃Ｉ２図（ｂ）ｒｃ示すようＫ、ペ
ージの状態情報として、このページが主記憶上にあるか
どうかを示すビ、　）　（Ｐ）このページが有効である
かどうかを示すビット（＾）、このページに対する書込
み、７クセヌの育無を示すビ、）　（Ｗ、Ｕ）、および
、実ページアドレスＲＰＡをもつ。実ページアドレスは
、Ｐビ、トが２のとき、即ち、このページが主記憶上（
ＭＭ）Ｋある場合には、主記憶アドレスを、Ｐビ、トが
０の場合にはパッキンクス）　７　（ＢＫ８Ｔ）の７ド
レスを示している、 実メモリの管理のために、次のテーブルが設けられる。

プール制御ブＯｙりＰＬＣＢは、空きページを管理する
ための制御ブｐ、りで、第２図（、）に示すように空き
ページフレーム数ＰＩ、ＣＮＴ　、　オよび、空きペー
ジフレームのリストの最初のページおよび最後のページ
の７ドレスＰＬＴＰＴＲおよびＰＩ、ＬＰＴＲをもつ。

ワーキングセｙ）Ｗ理テーブルＷ８ＣＴｔ；Ｉワーキン
グセ、ト枠の識別子ＷＳＩＤによりアドレスされ一ジフ
レーム　′　数（ＷＳ　ＣＮ’ｌ°）、このＷＳ枠に属
するページのリストの先頭および末尾のページの７ドレ
スを示すポインター、ＴＰ’ｌ’Ｈ。

ｗ　ｓ　Ｌ　ＰＴ　Ｒその他の情報をもつ。

メモリマツプテーブルＭＭＴ　は主記憶上の各ページフ
レームに対応したエントリをもち、各メインメモリエン
トリＭＭ１？Ｊ　は、第２図（ｓ）Ｉ／Ｃ示すようにこ
のページフレームの状態情報（ＦＡＴ）　、使用状況情
＠（ＦυＳ）、このページフレーム、このｗｓ枠に接続
されているページフレーム数のリストを管理するための
前方向および逆方向へのポインタＦＰおよびＵＰ　、こ
の実ページが割当てられている仮想アドレスを示すだめ
の情報（ＬＡＤＲ−８）　、この実ページに対応するバ
ッキングストアアドレス（Ｂ８ＡＤＢ８　）　が保持さ
れている。

本実施例においては、実ページ（ここでは、これをペー
ジフレームとよぶ）は、プール枠、あるいはワーキング
セ、　ト（Ｗ８枠）のいずれかに接続され、管理される
。未使用の全ページフレームは、第３図（ａ）　、　（
ｂ）　Ｋ示すように、各ページフレームに対応するメイ
ンメモリエントリＭＭＥ　の順方向および逆方向のポイ
ンタＦＰ、ＬＩＰにより、リスト状に連結され、その先
頭および末尾、および、このリストに接続されているペ
ージの数、即ち、空きページ数が、プール枠制御プロ、
りに登録されている。

同様に、使用中のページは、いずれかのワーキングセッ
ト枠に、接続され、管理される。各ページの楓すべきワ
ーキングセット枠はそのページの属するセグメントに対
応するセグメント記述子に指定されている。

ワーキンクセ、ト枠、プール枠へのページの接続、切離
しは−ＷＳ制御プロ、りあるいはプール枠制御プロ、り
のページ数先頭および末尾ポインタ、ＭＭＢのポインタ
を更新することにより行われる。

ＷＳ枠、プール枠へのページの接続は、ページリストの
先頭に追加するという形で行われる。

（第３図（ｂ）参照）、プール枠からのページの切離し
はページリストの末尾から行われる。

ＷＳ枠からのページの切離しは、ページの使用状況等に
より決定されたリスト上の任意の位置のページに対して
行われる。主記憶へのアクセスに際しての、仮想アドレ
スから実アドレスへの変換性。

次のように行われる。ここでは、仮想アドレスは、セグ
メントアドレスＳＡとして４ｄｉ　ｉ−ページアドレス
ＰＡとして値ｊ、ページ内アドレスＰ）１人　として値
ｊをもつとする。

まず、現在実行中のプルセス（＋）Ｊのプロセス制御ブ
ｏ　、９　Ｐ　ＣＢ　（ｐｌ　Ｏ７トＬ’　ス空１ｕ１
４ｔｔ定１ｆｉＡ８Ｗ＆ｃより、セグメント記述子ＳＴ
の主記憶上の開始番地を知り、この第１番目のエントリ
８Ｄｉ　を読出す、ＳＤｉ　の状ａｔｉ１１報、アクセ
ス保ｍ幀報等をチェ、りし、正当なアクセスならは、Ｓ
Ｄｉ上のＦＴＰ　Ｋよりセグメント血に対応するページ
テーブル１ＰＴｉの開始番地を知り、この第ｊ番目のエ
ントリＰＤｉｊを読出す。Ｐビ、トが１ならば、必要と
されるページは、主記憶上に存在することになり、ＰＤ
ｉｊ上の集アドレスＪ（、ＦＡ　により、主記憶上のペ
ージアドレスを知り、これと、仮想アドレスのページ内
アドレス」により、実アドレスを得ることができる。Ｐ
＝０の繍−合即ち、ページ不在の場合には、次に丞すよ
５なページ不在処理が必要となる。

次に、第４図により、本実雄側処おけるページ不在処理
の説明を行う。

プルクラムの実行に際して、ページ不在が発生Ｌ　、Ｉ
’ｃ　トキ即チ、仮、ｔ［ｌｔ７　トＬ／スＶＡ（ＳＡ
　＝ｉ　、Ｐ人＝ｌ　Ｔ１１ＢＡ＝にとする）から実ア
ドレスへの変換に際して、仮想アドレスで指定される仮
想ページに対応するページ記述子（ＰＤｉｊ）のＰビ、
トがＯであった４６＠にｒｔ、ページ不在処理として、
次の処理が行われる。

まず、ページ不在を発生させたプルセスの状態を釈やｆ
′４−能の状態とする。

次に、このページを含むセグメントｉに対応するセグメ
ント記述子（ＳＤｉ）を読出し、その一括ロード指定ビ
ットＬｔｔ１４べる。

Ｌが０のとき、即ち、一括ロード指定でない場合には、
必要ページ数を１として、次の処理に移る。

Ｌが１のとき、即ち、一括ｐ−ド指定の場合にはＳＤｉ
上のページ数フィールドＰＮからこのセグメントのサイ
ズ（ページ数）を得て、これを必要ページ数とする。

次に、プール枠制御ブロックのページ数のフィールド（
ＰＬＣＮＴうを読出し必要ページ数の空きページフレー
ムがあるかどうか調べる。

必要とされるページ７ンー人がある場合には、次の処理
に移る。必要ページ数がない場合には、不足ページ数分
の空きページフレームを作成するために、ページ追出【
７処理を行い、必要な数の空＠　ペ−ジ７レームの作成
が完了した後ページフレームのつなぎかえのためＫ、次
の処理に移る。

・　プール枠からワーキングセ、トＷ８枠へのつなぎか
え 必要数のページフレームをプール枠から取りはずし、対
応するＷＳ枠（８Ｄｌの、ＷＳ枠ＩＤフィールドで指定
されるＷＳ枠）に接続する。

・　ＭＭＥへの仮想アドレスの書込み 新たに対応するＷＳ枠Ｋｇ＆続されたページフレームに
対応するＭＭＥ　の仮想アドレスフィールドに、対応す
るページの仮想アドレスを書込む。即ち、Ｌ＝００場合
には、ページ不在を発生したページの仮想アドレスを、
Ｌ＝１の場合には、ページ不在を発生したページを含む
セグメントの全ページの仮想アドレスを各ＭＭＲＫ順次
設定する。仮想アドレスとしては、ページ不在を発生し
たアクセスの識別名（ｐ）　彰よび、セグメントアドレ
ス、ページアドレスが書込まれる。

・　ページ状態の設定 つなぎかえたページフレームがページ不在処理中である
ことを示すために、ＭＭＷ　に、つなぎかえ処理中であ
るという状態をセットする。

この後、バッキングストアから、新たに割当てられた主
記憶ページフレームへの情報の転送を行うために次の処
理を行う。転送すべきページ（Ｌ＝００場合は、ページ
不在を発生させたページ、Ｌ＝１の場合は、ページ不在
を発生させたページを含むセグメントに含まれる全ペー
ジ）に対応するページ記述子を読出し、その実アドレス
部具ＰＡ　Ｋより、転送すべきページの格納されている
バッキングストアアドレスを得る。

このバッキングストアアドレスを読出しのバ、キングス
トアアドレスとし、先に割当てられたページフレーム番
号を書込みアドレスとしてチャネルプログラムを作成す
る。Ｌ＝０の場合には、１ページの転送のためのチャネ
ルブロクラムが、Ｌ＝１の場合には、セグメントの全ペ
ジ分を転送するチャネルブロクラムが作成される。次Ｋ
、このチャネルブロクラムにより、ｌ１０ｔ起動し、バ
ッキングストアＩ１０の完了をあわせる。バッキングス
トア■１０が完了した時点で、完了処理のために次に移
る。

完了処理 ここでは、バ、キンゲス）７Ｉ１０が冗了し、ページが
使用可能な状ｊＩＫなったことを反映するために１次の
処理を行う、、対象ページフレームに対応するＭＭＢ　
の状態をページ不在処理が完了した状態にセットする。

ζ、の稜、対応するページ記述子のＰビ、トを１とし使
用可能な状態とする。

このあと、ページ不在を発生したプロセスの状態を実行
可能な状態とし、処理を完了する。

これにより、Ｌ＝１即ち、一括ロード指定があった場合
には、セグメント全体が一括ロードされ使用可能な状態
となり、Ｌ＝０の場合には、ページ不在を発生したペー
ジだけがロードされ、使用可能な状態となる。

以−ヒ、本発明の一実施例について説明したが本実施例
の説明によりあきらかなよ５に１本発明の目的は、セグ
メントにおける各ページ間でのアクセスの関連性が強い
かどうかを示す情報をセグメントにもたせ、ページ不在
の処理に際してこの情報に従い、関連性が強いという指
定があった場合には、ページ不在を発生させたページを
含むセグメント全体を一括ロードし、以後の同一セグメ
ントの他ページに対するアクセスＫｉしてはページ不在
処理を行うことなく処理を行えるようにすることにより
、プログラムの実行を高速に行えることを可能とするこ
と、更には、ページ不在処理の必要な回数を少くしシス
テムオーバ・＼、ドを減少させることＫより、全体とし
ての処理能力を向上させることＫあり、本目的に背かぬ
限り種々の実現が可能であることは明らかであろう。

たとえば、仮想アドレス空間におけるセグメント数、最
大セグメントサイズ、ページサイズ等は、本実施例の値
に限られるものではなく、また、セグメントアドレス部
を、２段変換することも可能であろう、、また、本実施
例においては一説明を簡単にするために本発明と直接の
関係がない部分については各制御テーブルの構成ｒＣつ
いて詳しい説明は省略しであるが、たとえは、ＷＳ枠に
ついて杜、実際には説明におけるフィールド以外に。

ＷＳ枠につなぐことのできる最大ページ数、最小ページ
数、ワーキングセットの期待値等、ブーキ／グセ、トの
適切な管理のための種々のフィールドを追加することが
可能である。また、本実施例の説明においては、ページ
不在に際してプール枠に必要なページ数が存在しなかっ
た場合の処理の詳細についてはふれていないが、これに
ついても、従来性われている空きページ作成のための種
々の手法が適用可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例における制御テーブルの全
体の構成を示す図、第２図（８）はセグメント記述子８
Ｄ、（ｂ）はページ記述子Ｐ　Ｄ　、　（ｃ）はプール
枠制御ブｐ、りＰＬＣＢ、（ｄ）はワーキングセット枠
制御プロ、りＷＳＣＢ　、（ｅ）ａメモリマ、プエント
ＩＪＭＭＥ　の構成を示す図、第３図はプール枠の構成
を示す図で、（、）はページ接続前の状態を、（ｂ）は
接続稜の状態を各々示す図である。第４図は本実施例に
おける動作のｓｔｌ！を示すフークチャートである。 図において、 ＶＡは仮想７Ｙｖスｆ、ＰＣＢ（ｐ）ｄ７０４ス（ｐ）
Ｋ対応するプロセス制御プロ、りを示し、ＳＴはブーセ
ス（ｐ）　Ｋ対応するセグメントテーブルを示し、ＰＴ
ｉは、８Ｄｉｌ（対応するページテーブルを示し、ＰＬ
ＣＢはプール制御プロ、りを、ＶｖＳＣＴ　＃ｉ７−キ
ンゲセ、ト枠制御テーブルを、ＭＭＴはメモリマ、ブチ
−プルを１ＭＭは主記憶を、ＢＫ８Ｔはパ。 キックストアを示す。 （ａ） （ｂ） （ｃ） （ｄ） （ｅ） 等３図 口

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. セグメンテーション・ページング方式の仮想記憶方式を
   採用している計算機システムにおいて、セグメン）Ｋ鵜
   するページが接続、管理されるべきワーキングセット枠
   を指定するための情報、および、対応するセグメントの
   ロード制御情報を保持するための手段をもち、ページフ
   ォルトの発生時に、当該ページに対応するセグメントの
   前記ロード情報にもとづき、これが、ページ単位のロー
   ド指定であった場合には、当該ページのみを主記憶の前
   記指定されたワーキングセット枠にロードし、一括ロー
   ド指定であった場合には、当該ページの含まれるセグメ
   ント全体を主記憶の前記指定されたワーキンクセ、ト枠
   ｊｆＣｖ−−ドすることを特徴とするセグメント一括ロ
   ード方式。