JPS6337445A

JPS6337445A - 記憶方式

Info

Publication number: JPS6337445A
Application number: JP61179938A
Authority: JP
Inventors: Hisashi Katada; 片田　久; Yasufumi Yoshizawa; 吉澤　康文; Toshiaki Arai; 利明新井; Hiroo Miyadera; 宮寺　博男
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1986-08-01
Filing date: 1986-08-01
Publication date: 1988-02-18

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〕本発明は電子計算機に係わり、特にページ化された主記
憶を用いた仮想記憶方式を管理するオペレーティング・
システムの性能向上に好適な記憶方式に関するものであ
る。

〔従来の技術〕

従来の仮想記憶方式を管理するオペレーティング・シス
テムは、主記憶装置？すべて同一サイズ　　　゛のペー
ジに分割し、これを割り当ての単位としていた。しかし
、連続する実ページを一つの論理的なページとしこれと
割り当ての単位とする点については配慮されていなかっ
た。

また、このような複数のページを割り当ての単位とする
には、ストレージ・キーの一貫性を論理ページ内の複数
のストレージ・キー間で保たなければならない。この技
術については、アイ・ビー・エム　システム／３７０　
　グリンシグルズ　オプ　オペレーション（ＩＢＭ　Ｓ
ｙｓｔｅｍ／３７゜Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓ　ｏｆ　Ｑｐ
ｅｒａｔｉｏｎ、　１９８１）の３−６項から３−７項
にあるように、　２ＫＢ　（Ｋｉｌ。

Ｂｙｔｅ　　）単位のストレージ・キーと４ＫＢ単位１
７）ストレージ・キーとの一貫性分保証するものがある
。しかし、これも主記憶全体を同一サイズのべ−ジに分
割することを前提としておシ、任意のページ・サイズと
するときのストレージ・キーの一貫性については配慮さ
れていなかった。

〔発明が解決しようとする問題点〕

仮想記憶方式を実現する有力な方法は、記憶装置を一定
の大きさに区切ったページを割り当ての単位とすること
である。これにより、主記憶上の任意の空きページと割
り当てることができ、主記憶利用効率が向上する。汎用
計算機では、一般にページの大きさｔ＝２ＫＢや４ＫＢ
として固定的に決めている。しかし、近年の半導体集積
化技術の発展によｐ大容量の主記憶装置が安価に実現で
きるようになると、従来のページ・サイズのままではオ
ペレーティング・システムの管理オーバヘッドは著しく
大きくなる。即ち、各ページと管理するテーブルの個数
が増えるため、記憶量とページ探索時間の増加が極めて
大きな問題となる。

この問題を解決するには大きなページを割り当てればよ
いが、メモリ障害や負荷変動によりメモリ構成を動的に
変更するため、従来のページ・サイズを基本にし必要に
応じて任意の大きさのページと実現できるようにすべき
である。ところが。

このようにすると、大きなページの中に複数のストレー
ジ・キーが存在することになり、ストレージ・キーの一
貫性が問題となる。この原因は、主記憶と参照するプロ
セッサが中央処理装置（ＣＰＵ）だけでなく２人出力処
理装置（ＩＯＰ）も参照するからでありまた。従来のペ
ージ・サイズを意識したプログラムも多数あるため互換
性を保たなければならないために生ずる。これを、解決
する一つの方法は、オペレーティング・システムが、大
きなページに含まれるストレージ・キーすべてに対して
同一のキーＩｉｉを保証することである。ところが、ペ
ージを巨大１ヒするとストレージ・キーの数も増えるた
め、ストレージ・キーの設定や参照に費やす処理のオー
バヘッドが大きくなる。例えば、基準となるページ・サ
イズが４ＫＢのとき。

ＩＭＢの巨大ページを実現しようとすると２５６個のス
トレージ・キーの一貫性と保証しなければならず、ペー
ジ割シ当てや追い出しおよび入出力に要するオーバヘッ
ドが著しく大きくなる。このため、ハードウェアにより
、このストレージ・キーの一貫性を保証する必要があり
、さらに柔軟性？保つため、論理ページのサイズを変更
可能にする必要がある。

本発明の目的は、論理ページを管理する方式と、ストレ
ージ・キーの一貫性を保つだめの方式により、上記問題
と解決することにある。

〔問題点含解決するための手段〕

まず初めに異なるサイズの論理ページと管理するオペレ
ーティング・システムのメモリ管理方式について述べる
。異なるサイズの論理ページを扱うため、論理ページの
割り当てとページング処理に新たな処理を付は加えなけ
ればならない。論理ページの割り当ではプログラムが要
求する領域長に見会ったサイズのものから割り当てる。

特に。

アプリケーション・プログラムは、今後巨大領域を要求
するものと予想されるため、ユーザ領域に対しては積極
的に大きな論理ページを割り当てる。

システム領域はユーザ領域はど巨大領域の要求はないと
考えられるため、従来ページの割シ当てと基本とし、特
に巨大領域と要求する場合のみ論理ページを割シ当てる
。さらに、空きページを高速に探索するために、ページ
の大きさ毎に実ページの管理テーブルをチエインする。

ストレージ・キーの一貫性を保証するには、論理ページ
に含まれるストレージ・キーのうち代表キー？決めてお
けばよい。一般にストレージ・キーは専用の記憶装置に
格納され、実ページ番号によりアドレス付けされアクセ
スされる。このため、論理ページに含まれるすべてのス
トＶ−ジ・キーに対するアクセスと、常に同一のストレ
ージ・キーにアクセスするようアドレス変換すればよい
。

このアドレス変換は、内部にアドレス変換レジスタを設
けることにより可能になる。さらに、このレジスタと命
令により変更可能にすることにより、任意の太ささの論
理ページに対して代表ストレージ・キーを決定すること
ができ、優れた柔軟性を生じさせることができる。

〔作用〕

いくつかのサイズの倫理ページを用意することにより、
プログラムの要求に応じた主記憶を割り当てることが可
能となり主記憶の利用効率を上げることができる。また
、ページ管理テーブルによる記憶オーバヘッドや処理オ
ーバヘラドラ減少させることができ、更には、ベージン
グ、スワツピング回数が減少するため、これに費やす管
理オーバヘッドを減らすことが可能になる。ユーザ側の
利点は、一度に大きな主記憶が割υ当てられるので、ペ
ージ・フォールトの回数が減少し、実行速式が速くなる
。また、この方式を実現するにはオペレーティング・シ
ステムのメモリ管理部ｔ　修正するだけでよく、他のオ
ペレーティング・システムのプログラムは変更不要であ
る。これは、従来サイズのページを意識するオペレーテ
ィング・システムとその作業領域には従来サイズのペー
ジを割り当て、一般のユーザ・プログラムには、論理ペ
ージを割り当てることにより実現できる。

一方、ストレージ・キー専用記憶装置に、アドレス変換
機構を設けることによシ、論理ページの代表ストレージ
・キーと決定するハードウェア機構は、ＣＰＵやＩＯＰ
からのアクセスに対しても。

一つの論理ページ内のいずれの領域の参照も代表ストＶ
−ジ・キーのみがアクセスされるため、一貫性を保持で
きる。オペレーティング・システムがこの一貫性を保証
する場合に較ベストレージ・キーの設定や参照を一回で
済ますことができオーバヘッドを最小限に抑えることが
できる。さらに。

アドレス変換機構の内容と命令によシ変更できるため、
システム稼動時にシーいても論理ページのサイズを変更
できる。これは、主記憶装置のある領域に障害が発生し
たときや、主記憶の負荷が変動した、等のときにシステ
ムを稼動したまま主記憶構成を変化させられる利点を持
つ。

〔実施例〕

本実施例では、基本のページ・サイズを４ＫＢとし％３
２ＫＢ単位に主記憶を分割しくこれをバンクと呼ぶ）、
このバンクをさらに同一サイズの論理ページに分割する
こととした。これは、後に述べる論理ページの代表スト
レージ・キーを決定するハードウェアの構成を最小限に
抑えるためである。

第２図はバンクを４ＫＢ、８ＫＢ、１６ＫＢのページに
分割し、これらと管理するテーブルについて示したもの
である。主記憶装置４０を３２ＫＢに分割し、これとさ
らに４ＫＢページ４０１．８ＫＢベージ４０２および１
６ＫＢページ４０３の各論理ページに分割する。１論理
ページを管理するテーブル４１は、論理ページのサイズ
には関係なく同一の構成である。このテーブルは、ペー
ジ属性４１１と主記憶を割り当てた仮想記憶空間の番号
および割り当てた仮想アドレス、その他の制御情報から
構成される。論理ページのサイズはページ属性４１１に
あり、オペレーティング・システムがページ割り当てや
ページングのときに利用する。空き領域の管理テーブル
や割り当て領域の管理テーブルは４２のようになってお
り、該当する論理ページをページ・サイズ毎にチエイン
する。

第３図は、仮想記憶空間の領域に対する論理ページの割
り当てを示している。仮想記憶空間５０はＯ８核、ジョ
ブ固有ユーザ領域、ジョブ固有システム領域、およびシ
ステム共通領域に分割されている。ジョブ固有ユーザ領
域の巨大領域の要求に対しては、基本ページ・サイズよ
り大きな論理ページを割り当てる。その他の領域は、巨
人領域を要求することは希なため、４ＫＢの基本ページ
と割り当てる。

第４図は、論理ページの中から最適なサイズのページを
割り当てる方式を示したものである。プログラムからの
領域の要求に対して、オペレーティング・システムのメ
モリ管理部は、要求に対する仮想記憶領域がジョブ固有
ユーザ領域であるかをチエツクし、そうであるならば要
求領域長の基本ページに対する倍率を求める。そうでな
ければ。

倍率を１とする。次に基本ページの倍率倍の論理ページ
に空きがあるか否かを調べ、もしあるならば、その論理
ページを割り当て、要求領域長？満たすまで上記手続き
を繰り返す。なければ１倍率を２分の１にしさらに小さ
な論理ページを探す。

倍率がＯＫなるとき、即ち要求領域長よりも小さな論理
ページがないときには、逆に大きな論理ページを探す。

これにも失敗した場合には、空きページが生ずるまで当
該要求を待たせる。

以上は、論理ページを実現するのに必要なオペレーティ
ング・システムの機能の説明である。次に、論理ページ
内に複数のストレージ・キーがあるときに、これらスト
レージ・キーの値の一貫性を保証する記憶装置の説明？
する。

第１図は、論理ページ内の複数ストレージ・キーから代
表キーを決定する装置について示したものである。本実
施例では、ストレージ・キーのアドレス変換機構として
３２ＫＢのバンク対応にエントリを設けたアドレス・マ
スク・レジスタト論理積回路を用いる。これにより、レ
ジスタのエントリ数をページ個数分用意するよシも少な
くて済む。ＣＰＵＩ　ＯおよびＩＯＰからの主記憶アク
セス要求は、プライオリティ制御回路２０１により１、
いずれか一方の要求が選択され、主記憶アドレスは実ア
ドレスレジスタに保持される。実アドレスのうちページ
内変位ＣＤ）フィールドを除く実ページアドレス（几Ｐ
Ａ）は、ストレージ・キーをアクセスするアドレスとな
るが、このアドレスの下位５ピッＨ−除く部分は、アド
レス・マスク・レジスタ２０３のエントリを選択する。

２０３の出力であるマスク・ビット・パターンとＲＰＡ
は、回路２０４において論理積がとられ、ストレージ・
キー記憶装置３０へのアドレスとなる。即ち装置２０３
と装＃２０４により、ＲＰＡはアドレス変換されたこと
になる。装置３０からの出力は。

比較回路２０５に入り主記憶アクセス要求の正当性のチ
エツクに使われる。不当要求であった場合には、例外発
生回路２０６が作動し要求発行元に、！ＩＪυ込みによ
る通知とする。正当なアクセス要求の場合には、主記憶
に対するアクセスが行われるのと同時に、そのときの命
令に応じて参照、更新ビット生成回路２０７が、ストレ
ージ・キーの参照、更新ビットをセットする。

第５図により、アドレス変換の過程を詳しく説明する。

ＲＰＡ２０２−ａは１９ビツトの長さを持ち、ＲＰＡに
選択されたアドレス・マスク・レジスタの出力２０３−
ａも同じく１９ピツトである。この時の論理ページのサ
イズを１６ＫＢ（基本ページの４倍）とすると２代表ス
トレージ・キーを論理ページの先頭にあるストレージ・
キーとするため、アドレス・マスク・レジスタの出力２
０３−ａは、下位２ビツトがＯとなる。２０２−ａと２
０３−ａの論理積をとるとストレージ・キーのアドレス
３１は、下位２ビツトが０となる。

このため、ＲＰＡのｂ１８．ｂ１９の値に係わりなく、
ストレージ・キーのアドレスバ一定となり。

論理ページ内のストレージ・キーへの参照は常に先頭の
ページのストレージ・キーとなる。第６図は、このとき
のストレージ・キーと代表ストレージ・キーの関係を表
したものである。論理ページ４０３に含まれるストレー
ジ・キーは４つあるが。

このうち参照されるものは、先頭の３０２だけである。

アドレス・マスク・レジスタの内容は第７図にあるよう
な命令により変更および参照できる。

ＳＥＴＳＫＭＳＫ命令は、レジスタ１にパンク番号をセ
ットし、レジスタ２にマスク・パターンをセットするこ
とにより、アドレス・マスク・レジスタの任意のエント
リにマスクを設定できる。

ＧＥＴＳＫＭＳＫは、レジスタ１にパンク番号を設定す
ると、命令実行により、レジスタ２に当該エントリのマ
スク・パターンが入る。

〔発明の効果〕

本発明によれば、論理ページの実現によりページ管理テ
ーブルの個数と減らすことができるので、主記憶利用効
率が向上する。例えば、主記憶がＩＧ　Ｂ　（Ｇｉｇａ
　Ｂｙｔｅ）のとき、従来の４ＫＢのページ・サイズで
は、　２５６Ｋ　（Ｋｉｌｏ）個のページ管理テーブル
が必要となるが１本発明により、論理ページをＩ　ＭＢ
　（Ｍｅｇａ　Ｂｙｔｅ）とし主記憶の４分の３を論理
ページとすれば６４に＋７６８個で済む。一般にページ
管理テーブルは、２０８程度の大きさであるから、この
例では、４ＭＢの主記憶を有効に利用できることになる
。今後主記憶装置の容量は、加速度的に伸びることが予
想されるため、本発明による効果は大きくなる。また、
ぺ一ジ管理テーブルの個数が減ることは、テーブル・サ
ーチによるオペレーティング・システムのＣＰＵオーバ
ヘッドを減らすことにも効果的である。例えば、主記憶
上に空きページがなくなると、°メモリ管理はページ・
アウト可能なページ・アウト可能なページを探すため、
ページ管理テーブルをすべて調べる。しかも、ページ・
アウト可能なページがないと、ページ・アウト条件を厳
しくし、再度ページ・テーブルを調べる。このため最悪
の場合、ページ数×６回の探索を行うことになる。上記
の例では、探索のオーバヘッドを最大ＩＭ（Ｍｅｇａ）
回減らすことができる。

論理ページは、この他にも、ページ・サイズが大きくな
るため、ページ・フォールト回数が減る。

ページング制御テーブルの個数が減る、という効果があ
る。

論理ページ内のストレージ・キーの一貫性を保証する機
構による効果は、オペレーティング・システムがこれを
保証する場合に比べ、ページ割り当てやページ・アウト
時のストレージ・キーの参照、更新を高速に行える点に
ある。論理ページをＩＭＢとすると論理ページ内のスト
レージ・キーの個数は２５６個になる。このため、スト
レージ・キーの参照と更新は単純に２５６倍になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、ストレージ・キー記憶装置のアドレス変換装
置に関するブロック図、第２図は、本発明における複数
の論理ページ・サイズを管理するときの管理テーブルの
構成図、第３図は、仮想記憶領域への論理ページ割り当
ての一例を示す構成図、第４図は１本発明、論理ページ
割り当て方式の一例を示すフローチャート、第５，６図
は１代表ストレージ・キーの決定機構の詳細を示す説明
図、第７図は、アドレス・マスク・レジスタの変更、参
照命令の説明図である。１０・・・ＣＰＵ、２０・・・主記憶制御装置、２０３
・・・アドレス・マスク・レジスタ、３０・・・ストレ
ージ・キー記憶装置、３０１・・・ストレージ・キー。３０２・・・代表ストレージ・キー、４０・・・主記憶
装置、４１・・・ページ管理テーブル、５０・・・仮想
記憶装置。第　／　（２）奮　２　ｎ４２　　妬きへ一ン゛雫（窒チー）冗４０３−１／ｙＫ
Ｂへ一シ゛第３凹ぢ］、、轟゛）装置鴇４　力第　５　口第７囚５Ｅ−ＴＳ　Ｋ　Ｍ　Ｓに　Ｒ１，Ｒ２Ｒ１：口＝：コ
Ｅ［＝コＦ２：ロヨゴ＝Ｔコ＝コ（ｉ−ＥＴ３ＫＭ、ＳＫ　　　Ｒ’ｌ、　　尺２１？１
：ロ＝＝＝ＥＩ＝コＦ？２江＝ワ■コＴ＝コ

Claims

【特許請求の範囲】

１、実記憶装置を同一サイズのページに分割する仮想記
憶方式を有する情報処理装置において、任意の連続する
実ページを一つの論理ページとし、これを割り当ての単
位とし、ストレージ・キー記憶装置のアドレス変換機構
を具備することにより論理ページに含まれる複数のスト
レージ・キーの中から代表ストレージ・キーを一つ決定
し、命令の実行によりストレージ・キー記憶装置のアド
レス変換機構の内部状態を変更することにより論理ペー
ジのサイズと代表ストレージ・キーを変更可能とするこ
とを特徴とする記憶方式。