JPH0329041A - 分散ページング制御方式 - Google Patents
分散ページング制御方式Info
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- JPH0329041A JPH0329041A JP1164866A JP16486689A JPH0329041A JP H0329041 A JPH0329041 A JP H0329041A JP 1164866 A JP1164866 A JP 1164866A JP 16486689 A JP16486689 A JP 16486689A JP H0329041 A JPH0329041 A JP H0329041A
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- computer
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- 230000015654 memory Effects 0.000 claims abstract description 131
- 238000012546 transfer Methods 0.000 claims description 17
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 10
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 15
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 6
- 230000007246 mechanism Effects 0.000 description 4
- 238000012545 processing Methods 0.000 description 4
- 238000012935 Averaging Methods 0.000 description 1
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 1
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
- 230000001934 delay Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000012856 packing Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Multi Processors (AREA)
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。
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〕
本発明はページング方式による仮想記憶管理を行なう計
軍機がローカルエリアネットワークに複数接続されたシ
ステムに於ける分散ページング制御方式に関する． （従来の技術） 一般に、ページング方式による仮想記憶管理を採用した
計算機では、バンキングストアとして自計算機に？！続
されたディスク装置を使用し、このディスク装置とメモ
リ （主記憶装置）との間でページの置き換えを行なっ
ている． 〔発明が解決しようとする課題〕 ページの宣き換えが多発すると、その計算機内のメモリ
とディスク装置との間でページの置き換えが頻繁に行な
われ、その都度、ディスク装置のアクセスが必要となる
ため、機械的なアクセス時間、特にシーク時間により数
十ｍｓｅｃのオーバヘソドが発生するという問題があっ
た．このようなオーバヘンドを低減するために、アクセ
スタイムの短いディスク装直を採用する等の対策がとら
れるが、機械的なアクセスを伴う以上、オーバヘソドの
低減にはおのずと限界がある． 〔本発明の着眼点〕 複数の計Ｘｌｌをローカルエリアネットワークでつない
だシステムに於いては、各計葺機間で高速にデータを伝
送することが可能である．そこで、ページの置き換えを
自計纂機のディスク装置とメモリ間の如くその計算機内
に閉じて実施するのではなく、ローカノレエリアネノト
ワークを介して自計算機のメモリと他計算機のメモリと
の間で行なえば、即ち他計算機のメモリをあたかも自計
算機のパッキングストアとして使用すれば、ページの置
き換えに機械的なアクセスが介在せず、容易にそのオー
バヘッドを低減させることができる。
軍機がローカルエリアネットワークに複数接続されたシ
ステムに於ける分散ページング制御方式に関する． （従来の技術） 一般に、ページング方式による仮想記憶管理を採用した
計算機では、バンキングストアとして自計算機に？！続
されたディスク装置を使用し、このディスク装置とメモ
リ （主記憶装置）との間でページの置き換えを行なっ
ている． 〔発明が解決しようとする課題〕 ページの宣き換えが多発すると、その計算機内のメモリ
とディスク装置との間でページの置き換えが頻繁に行な
われ、その都度、ディスク装置のアクセスが必要となる
ため、機械的なアクセス時間、特にシーク時間により数
十ｍｓｅｃのオーバヘソドが発生するという問題があっ
た．このようなオーバヘンドを低減するために、アクセ
スタイムの短いディスク装直を採用する等の対策がとら
れるが、機械的なアクセスを伴う以上、オーバヘソドの
低減にはおのずと限界がある． 〔本発明の着眼点〕 複数の計Ｘｌｌをローカルエリアネットワークでつない
だシステムに於いては、各計葺機間で高速にデータを伝
送することが可能である．そこで、ページの置き換えを
自計纂機のディスク装置とメモリ間の如くその計算機内
に閉じて実施するのではなく、ローカノレエリアネノト
ワークを介して自計算機のメモリと他計算機のメモリと
の間で行なえば、即ち他計算機のメモリをあたかも自計
算機のパッキングストアとして使用すれば、ページの置
き換えに機械的なアクセスが介在せず、容易にそのオー
バヘッドを低減させることができる。
そこで、本発明はページの置き換えによるオーバヘンド
を機械的な遅延を伴わない新規な方法で容易に低減する
ことができる分散ページング制＜’Ｂ方式を提供するこ
とを目的とする． （！Ｉｆｆを解決するための手段〕 本発明は上記の点に着眼してなされたものであり、 各々がページング方式による仮想記憶管理を行なってい
る複数の計算機がローカルエリアネットワークを介して
接続されたシステムに於いて、前記各計算機は、 メモリと、 仮想記憶域が設けられたディスク装置と、自計算機及び
他計算機に設けられているメモリのメモリブロックの空
き状態を示す情報を管理しているメモリブロック管理表
と、 前記ディスク装置上に設けられた仮想記憶域のべ−ジの
内容が格納されているメモリブロックを示す情報を管理
している拡張ページマップ表と、分散ページング制御手
段とを含み、 前記各分散ページング制御手段は、 自計算機内のメモリに格納されているページを追い出す
際、自計算機内のメモリブロック管理表に基づいて他計
算機のメモリに空きメモリブロックが存在すると判断す
ることにより、前記ローカルエリアネットワークを介し
て前記他計算機のメモリの空きメモリブロックに前記ペ
ージを追い出し、 前記拡張ページングマンブ表に基づいて前記他計算機の
メモリブロックに追い出したページが要求されたと判断
することにより、前記他計算機に対して前記ページの転
送を要求し、前記他計算機から転送されたページを前記
自計算機のメモリの空きメモリブロックにロードする． 〔作 用〕 分散ページング制御手段はページの置き換えが発生した
場合、他計算機に空きメモリブロックが存在すれば、他
計算機の空きメモリブロックに置き換えを行なうページ
を格納する．また、他計算機のメモリに格納したページ
ングに対する要求が発生すると、他計算機のメモリから
自計算機のメモリの空きメモリブロックにページをロー
ドする．〔実施例〕 次に本発明の実施例について図面を参照して詳細に説明
する． 第１図は本発明の実施例のブロノク図であり、ページン
グ方式による仮想記憶管理を採用した計算機の一種であ
るワークステーシッンを含むシステムに本発明を通用し
たものである．このシステムは２台のワークステーシッ
ン］．１．１２と、両者を接続するローカルエリアネソ
トワーク１３とから構成されている．各ワークステージ
ッン１１．ｌ２はそれぞれＣＰＵＩＩ！，１２１と、メ
モリ１１２，１２２と、拡張ページマノブ表１１３．１
２３と、メモリブロソク管理表１１４．１２４と、分散
ページング制御部１１５．１２５と、メモリブロック転
送機構１１６，１２６と、ディスクｖ５置１１７，１２
７とを含んでいる。メモリｌ１２，１２２はそれぞれ単
一長（ページと同じ大きさ）の複数個のメモリブロ・ノ
クに分割されており、各メモリブロツクの使用状況は分
散ページング制御部１１５，１．２５によりメモリブロ
ック管理表１１４，１２４にリアルタイムに反映される
．第２図は拡張ページマップ表１１３，１２３の構成例
を示した図であり、ディスク装置１ １ ７，１２７に
設けられた仮想記憶域をページに分割した際の各ページ
につけられる順次番号であるページナンバ２ｌと、或る
ページが格納されているメモリがワークステーシッン１
１内のものなのか、ワークステーシッン１２内のものな
のかを示すワークステーシッンアドレス２２と、ページ
が格納されているメモリブロックのナンパを示すプロノ
クナンバ２３と、ページが自ワークステーシツン内のメ
モリ上に存在しているか否かを示すページ不在ビント２
４とから構威されている．第３図はメモリブロック管理
表１１４．１２４の構威例を示した図であり、ワークス
テーションｌｌ内のメモリ１１２であるのか、ワークス
テージ１ンｌ２内のメモリ１２２であるのかを示すワー
クステーシ司ンナンバ３１と、メモリ１１２１２２の各
メモリブロックのブロックナンバ３２と、各メモリブロ
ックが空きであるか否かを示す空きビント３３とから構
威されている．第４図〜第７図は分散ページング制御部
１１５１２５の処理例を示す流れ図であり、以下各図を
参照して本実施例の動作を説明する． 今、ワークステーシッン１ｌ内のメモリ１１２が満杯状
態の時にＣＰＵＩ １ １からメモリ１１２上に存在し
ないページに対する要求があると、分散ページングＩ！
ｉｌＩ１１１部１１５は第４図に示すように、先ず、Ｌ
ＲＵ方式等によりメモリ１１２から追い出すページを決
定する（ステンプＳ１）．この場合、それがメモリブロ
ック＃ｎに格納されているページ＃Ａであったとする．
次いで、分散ページング制御部１１５はメモリブロック
管理表１１４を参照し、別のワークステーシツンｌ２内
のメモリ１２２の空きメモリブロツクを捜し出し、その
内の１つをベージ＃Ａの追い出し先とする．この場合、
それがメモリ１２２のメモリブロック＃ｍであったとす
る（ステップ３２，Ｓ３）．尚、ワークステーション１
２内のメモリ１２２に空きメモリブロックがない場合に
はくステップＳ２がＮＯの場合〉、以下に述べる処理は
行なわず、従来通りメモリ１１２とディスク装置１１７
との間でページの置き換えを行なう（ステップＳ６）．
ベージ＃Ａの追い出し先を決定すると、分散べ一ジング
制御部１１５はメモリブロック転送機構１１６を制御し
、メモリ１１２のメモリブロック＃ｎに格納されている
ページ＃Ａ及び追い出し先（メモリブロック＃ｍ）を示
す情報をローカルエリアネットワークｌ３を介してワー
クステーション１２に転送する（ステップＳ４），また
、分散べ−ジング制御部１ｌ５はメモリブロック管理表
１１４のメモリ１１２のブロックナンバ＃ｎに対する空
きビソト３３をオンにすると共に、拡張ページマップ表
１１３のページナンバ＃Ａに対応するワークステーシッ
ンアドレス２２をワークステーシッンｌ２を示すものと
し、ブロックナンバ２３をメモリブロック＃ｍ、ページ
不在ビット２１をオンとする（ステップＳ５〉． ワークステーション１１からローカルエリア不ントワー
ク１３を介してベージ＃Ａ及び追い出し先（メモリブロ
ソク＃ｍ）を示す情報が送られてくると、ワ・−クステ
ーシッンｌ２内のメモリブロック転送機構１２６はベー
ジ＃Ａをメモリ１２２のメモリブロック＃ｍに格納し、
分散ページング制御部１２５は第５図に示すようにメモ
リブロック管理表１２４のメモリ１２２のブロックナン
バ＃ｍに対する空きビットをオフにする （ステソブ３
１１）． 上述したようにして、メモリ１１２のメモリブロック＃
ｎに格納されていたページ＃Ａをワークステーシ口ン１
２内のメモリ１２２のメモリブロフク＃ｍに追い出した
後、ＣＰＵＩ １ １からページ＃Ａに対する要求があ
ると、分散ページング制御部１１５は第６図に示すよう
に拡張ページマップ表１１３を参照することにより、ベ
ージ＃Ａがワークステーシッンｌ２のメモリ１２２のメ
モリブロソク＃ｍに格納されていることを知るくステッ
プ３２１）．尚、このベージＡが自身のディスク装置１
１７に格納されている場合の処理は従来と同様である．
次に、分散ページング制御部ｌｌ５はメモリブロック管
理表１１４を参照し、メモリ１１２に空きメモリブロッ
クが存在するか否かを調べる．そして、空きメモリブロ
ックが存在しないと判断した場合は前述したと同様にし
てページの置き換えを行ないくステノブ３２３）、空き
メモリブロック（この例ではメモリブロック＃ｆとする
）を作った後、ワークステーシッンｉ２に対してメモリ
ブロック＃ｍの内容の転送を要求する（ステップ３２５
）．また、空きメモリブロックが存在すると判断した場
合は、ステップ３２４に於いて空きメモリブロックの内
の１つを遺択し（この例ではメモリブロック＃ｌが選択
されたとする）、ステップ３２５に於いてワークステー
シ毛ン１２に対してローカルエリアネットワークｌ３を
介してメモリプロノク＃ｍの内容の転送を要求する． この転送要求が加えられると、ワークステーションｌ２
内のメモリブロック転送機構１２６はメモリ１２２のメ
モリブロック＃ｍの内容をローカノレエリアネットワー
ク１３を介してワークステーシダン１１に転送し、分散
ページング制２２１部ｌ２５は第７図に示すようにメモ
リブロック管理表１２４のメモリ１２２のメモリブロッ
ク＃ｍに対する空きビットをオンにする （ステップ３
３１）．ワークステーション１２からローカルエリアネ
ソトワーク１３を介してメモリブロック＃ｍの内容（ベ
ージ＃Ａ）が送られてくると（第６図のステップ３２６
がＹＥＳとなると）、ワークステーシッン１１内のメモ
リブロック転送機横１１６はそれをメモリ１１２のメモ
リブロック＃ｌに格納し（ステップＳ２７）、分散ペー
ジング制御部１１５はメモリブロック管理表１． １
４のメモリ１１２のメモリブロック＃ｌに対する空きビ
ットをオフにすると共に、拡張ページマップ表１１３の
べ−ジ＃Ａに対応するワークステーションアドレス２２
をワークステーシッンｌ２を示すものにし、ブロックナ
ンパを＃ｌ１ページ不在ビットをオフにし（ステップ３
２８）、一連の処理を終了する．（発明の効果） 以上説明したように、本発明はページの直き換えが必要
になった場合、古いページをディスク装置に追い出すの
ではなく、他計算機のメモリの空きメモリブロックに格
納し、再び上記した古いページが参照された場合は他計
算機のメモリブロックから転送するようにしたものであ
り、ロー力ルエリアネントワークを介した計算機間のデ
ータ伝送はその高速化が容易なので、ページの直き換え
時に、シーク時間等の機械的なアクセス時間が常に必要
であった従来例に比較してページの置き換えに要する時
間を容易に短縮することができ、それに伴うオーバヘッ
ドを短縮することができる効果がある．
を機械的な遅延を伴わない新規な方法で容易に低減する
ことができる分散ページング制＜’Ｂ方式を提供するこ
とを目的とする． （！Ｉｆｆを解決するための手段〕 本発明は上記の点に着眼してなされたものであり、 各々がページング方式による仮想記憶管理を行なってい
る複数の計算機がローカルエリアネットワークを介して
接続されたシステムに於いて、前記各計算機は、 メモリと、 仮想記憶域が設けられたディスク装置と、自計算機及び
他計算機に設けられているメモリのメモリブロックの空
き状態を示す情報を管理しているメモリブロック管理表
と、 前記ディスク装置上に設けられた仮想記憶域のべ−ジの
内容が格納されているメモリブロックを示す情報を管理
している拡張ページマップ表と、分散ページング制御手
段とを含み、 前記各分散ページング制御手段は、 自計算機内のメモリに格納されているページを追い出す
際、自計算機内のメモリブロック管理表に基づいて他計
算機のメモリに空きメモリブロックが存在すると判断す
ることにより、前記ローカルエリアネットワークを介し
て前記他計算機のメモリの空きメモリブロックに前記ペ
ージを追い出し、 前記拡張ページングマンブ表に基づいて前記他計算機の
メモリブロックに追い出したページが要求されたと判断
することにより、前記他計算機に対して前記ページの転
送を要求し、前記他計算機から転送されたページを前記
自計算機のメモリの空きメモリブロックにロードする． 〔作 用〕 分散ページング制御手段はページの置き換えが発生した
場合、他計算機に空きメモリブロックが存在すれば、他
計算機の空きメモリブロックに置き換えを行なうページ
を格納する．また、他計算機のメモリに格納したページ
ングに対する要求が発生すると、他計算機のメモリから
自計算機のメモリの空きメモリブロックにページをロー
ドする．〔実施例〕 次に本発明の実施例について図面を参照して詳細に説明
する． 第１図は本発明の実施例のブロノク図であり、ページン
グ方式による仮想記憶管理を採用した計算機の一種であ
るワークステーシッンを含むシステムに本発明を通用し
たものである．このシステムは２台のワークステーシッ
ン］．１．１２と、両者を接続するローカルエリアネソ
トワーク１３とから構成されている．各ワークステージ
ッン１１．ｌ２はそれぞれＣＰＵＩＩ！，１２１と、メ
モリ１１２，１２２と、拡張ページマノブ表１１３．１
２３と、メモリブロソク管理表１１４．１２４と、分散
ページング制御部１１５．１２５と、メモリブロック転
送機構１１６，１２６と、ディスクｖ５置１１７，１２
７とを含んでいる。メモリｌ１２，１２２はそれぞれ単
一長（ページと同じ大きさ）の複数個のメモリブロ・ノ
クに分割されており、各メモリブロツクの使用状況は分
散ページング制御部１１５，１．２５によりメモリブロ
ック管理表１１４，１２４にリアルタイムに反映される
．第２図は拡張ページマップ表１１３，１２３の構成例
を示した図であり、ディスク装置１ １ ７，１２７に
設けられた仮想記憶域をページに分割した際の各ページ
につけられる順次番号であるページナンバ２ｌと、或る
ページが格納されているメモリがワークステーシッン１
１内のものなのか、ワークステーシッン１２内のものな
のかを示すワークステーシッンアドレス２２と、ページ
が格納されているメモリブロックのナンパを示すプロノ
クナンバ２３と、ページが自ワークステーシツン内のメ
モリ上に存在しているか否かを示すページ不在ビント２
４とから構威されている．第３図はメモリブロック管理
表１１４．１２４の構威例を示した図であり、ワークス
テーションｌｌ内のメモリ１１２であるのか、ワークス
テージ１ンｌ２内のメモリ１２２であるのかを示すワー
クステーシ司ンナンバ３１と、メモリ１１２１２２の各
メモリブロックのブロックナンバ３２と、各メモリブロ
ックが空きであるか否かを示す空きビント３３とから構
威されている．第４図〜第７図は分散ページング制御部
１１５１２５の処理例を示す流れ図であり、以下各図を
参照して本実施例の動作を説明する． 今、ワークステーシッン１ｌ内のメモリ１１２が満杯状
態の時にＣＰＵＩ １ １からメモリ１１２上に存在し
ないページに対する要求があると、分散ページングＩ！
ｉｌＩ１１１部１１５は第４図に示すように、先ず、Ｌ
ＲＵ方式等によりメモリ１１２から追い出すページを決
定する（ステンプＳ１）．この場合、それがメモリブロ
ック＃ｎに格納されているページ＃Ａであったとする．
次いで、分散ページング制御部１１５はメモリブロック
管理表１１４を参照し、別のワークステーシツンｌ２内
のメモリ１２２の空きメモリブロツクを捜し出し、その
内の１つをベージ＃Ａの追い出し先とする．この場合、
それがメモリ１２２のメモリブロック＃ｍであったとす
る（ステップ３２，Ｓ３）．尚、ワークステーション１
２内のメモリ１２２に空きメモリブロックがない場合に
はくステップＳ２がＮＯの場合〉、以下に述べる処理は
行なわず、従来通りメモリ１１２とディスク装置１１７
との間でページの置き換えを行なう（ステップＳ６）．
ベージ＃Ａの追い出し先を決定すると、分散べ一ジング
制御部１１５はメモリブロック転送機構１１６を制御し
、メモリ１１２のメモリブロック＃ｎに格納されている
ページ＃Ａ及び追い出し先（メモリブロック＃ｍ）を示
す情報をローカルエリアネットワークｌ３を介してワー
クステーション１２に転送する（ステップＳ４），また
、分散べ−ジング制御部１ｌ５はメモリブロック管理表
１１４のメモリ１１２のブロックナンバ＃ｎに対する空
きビソト３３をオンにすると共に、拡張ページマップ表
１１３のページナンバ＃Ａに対応するワークステーシッ
ンアドレス２２をワークステーシッンｌ２を示すものと
し、ブロックナンバ２３をメモリブロック＃ｍ、ページ
不在ビット２１をオンとする（ステップＳ５〉． ワークステーション１１からローカルエリア不ントワー
ク１３を介してベージ＃Ａ及び追い出し先（メモリブロ
ソク＃ｍ）を示す情報が送られてくると、ワ・−クステ
ーシッンｌ２内のメモリブロック転送機構１２６はベー
ジ＃Ａをメモリ１２２のメモリブロック＃ｍに格納し、
分散ページング制御部１２５は第５図に示すようにメモ
リブロック管理表１２４のメモリ１２２のブロックナン
バ＃ｍに対する空きビットをオフにする （ステソブ３
１１）． 上述したようにして、メモリ１１２のメモリブロック＃
ｎに格納されていたページ＃Ａをワークステーシ口ン１
２内のメモリ１２２のメモリブロフク＃ｍに追い出した
後、ＣＰＵＩ １ １からページ＃Ａに対する要求があ
ると、分散ページング制御部１１５は第６図に示すよう
に拡張ページマップ表１１３を参照することにより、ベ
ージ＃Ａがワークステーシッンｌ２のメモリ１２２のメ
モリブロソク＃ｍに格納されていることを知るくステッ
プ３２１）．尚、このベージＡが自身のディスク装置１
１７に格納されている場合の処理は従来と同様である．
次に、分散ページング制御部ｌｌ５はメモリブロック管
理表１１４を参照し、メモリ１１２に空きメモリブロッ
クが存在するか否かを調べる．そして、空きメモリブロ
ックが存在しないと判断した場合は前述したと同様にし
てページの置き換えを行ないくステノブ３２３）、空き
メモリブロック（この例ではメモリブロック＃ｆとする
）を作った後、ワークステーシッンｉ２に対してメモリ
ブロック＃ｍの内容の転送を要求する（ステップ３２５
）．また、空きメモリブロックが存在すると判断した場
合は、ステップ３２４に於いて空きメモリブロックの内
の１つを遺択し（この例ではメモリブロック＃ｌが選択
されたとする）、ステップ３２５に於いてワークステー
シ毛ン１２に対してローカルエリアネットワークｌ３を
介してメモリプロノク＃ｍの内容の転送を要求する． この転送要求が加えられると、ワークステーションｌ２
内のメモリブロック転送機構１２６はメモリ１２２のメ
モリブロック＃ｍの内容をローカノレエリアネットワー
ク１３を介してワークステーシダン１１に転送し、分散
ページング制２２１部ｌ２５は第７図に示すようにメモ
リブロック管理表１２４のメモリ１２２のメモリブロッ
ク＃ｍに対する空きビットをオンにする （ステップ３
３１）．ワークステーション１２からローカルエリアネ
ソトワーク１３を介してメモリブロック＃ｍの内容（ベ
ージ＃Ａ）が送られてくると（第６図のステップ３２６
がＹＥＳとなると）、ワークステーシッン１１内のメモ
リブロック転送機横１１６はそれをメモリ１１２のメモ
リブロック＃ｌに格納し（ステップＳ２７）、分散ペー
ジング制御部１１５はメモリブロック管理表１． １
４のメモリ１１２のメモリブロック＃ｌに対する空きビ
ットをオフにすると共に、拡張ページマップ表１１３の
べ−ジ＃Ａに対応するワークステーションアドレス２２
をワークステーシッンｌ２を示すものにし、ブロックナ
ンパを＃ｌ１ページ不在ビットをオフにし（ステップ３
２８）、一連の処理を終了する．（発明の効果） 以上説明したように、本発明はページの直き換えが必要
になった場合、古いページをディスク装置に追い出すの
ではなく、他計算機のメモリの空きメモリブロックに格
納し、再び上記した古いページが参照された場合は他計
算機のメモリブロックから転送するようにしたものであ
り、ロー力ルエリアネントワークを介した計算機間のデ
ータ伝送はその高速化が容易なので、ページの直き換え
時に、シーク時間等の機械的なアクセス時間が常に必要
であった従来例に比較してページの置き換えに要する時
間を容易に短縮することができ、それに伴うオーバヘッ
ドを短縮することができる効果がある．
第１図は本発明の実施例のブロ゜ツク図、第２図は拡張
ページマップ表の構或例を示す図、第３図はメモリブロ
ック管理表の構戒例を示す図及び、 第４図〜第７図は分散ページング制御部の処理例を示す
流れ図である．
ページマップ表の構或例を示す図、第３図はメモリブロ
ック管理表の構戒例を示す図及び、 第４図〜第７図は分散ページング制御部の処理例を示す
流れ図である．
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 各々がページング方式による仮想記憶管理を行なってい
る複数の計算機がローカルエリアネットワークを介して
接続されたシステムに於いて、前記各計算機は、 メモリと、 仮想記憶域が設けられたディスク装置と、 自計算機及び他計算機に設けられているメモリのメモリ
ブロックの空き状態を示す情報を管理しているメモリブ
ロック管理表と、 前記ディスク装置上に設けられた仮想記憶域のページの
内容が格納されているメモリブロックを示す情報を管理
している拡張ページマップ表と、分散ページング制御手
段とを含み、 前記各分散ページング制御手段は、 自計算機内のメモリに格納されているページを追い出す
際、自計算機内のメモリブロック管理表に基づいて他計
算機のメモリに空きメモリブロックが存在すると判断す
ることにより、前記ローカルエリアネットワークを介し
て前記他計算機のメモリの空きメモリブロックに前記ペ
ージを追い出し、 前記拡張ページングマップ表に基づいて前記他計算機の
メモリブロックに追い出したページが要求されたと判断
することにより、前記他計算機に対して前記ページの転
送を要求し、前記他計算機から転送されたページを前記
自計算機のメモリの空きメモリブロックにロードするこ
とを特徴とする分散ページング制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1164866A JPH0329041A (ja) | 1989-06-27 | 1989-06-27 | 分散ページング制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1164866A JPH0329041A (ja) | 1989-06-27 | 1989-06-27 | 分散ページング制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0329041A true JPH0329041A (ja) | 1991-02-07 |
Family
ID=15801410
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1164866A Pending JPH0329041A (ja) | 1989-06-27 | 1989-06-27 | 分散ページング制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0329041A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6202134B1 (en) | 1997-11-07 | 2001-03-13 | Nec Corporation | Paging processing system in virtual storage device and paging processing method thereof |
| JPWO2008068797A1 (ja) * | 2006-11-30 | 2010-03-11 | 富士通株式会社 | キャッシュシステム |
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1989
- 1989-06-27 JP JP1164866A patent/JPH0329041A/ja active Pending
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