JPH0652512B2 - 主記憶ペ−ジリプレ−ス方式 - Google Patents
主記憶ペ−ジリプレ−ス方式Info
- Publication number
- JPH0652512B2 JPH0652512B2 JP62067139A JP6713987A JPH0652512B2 JP H0652512 B2 JPH0652512 B2 JP H0652512B2 JP 62067139 A JP62067139 A JP 62067139A JP 6713987 A JP6713987 A JP 6713987A JP H0652512 B2 JPH0652512 B2 JP H0652512B2
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- JP
- Japan
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- main memory
- task
- allocated
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は仮想記憶計算機システムの主記憶管理方式に関
し、特に、１つのタスクに対する主記憶ページ割当て限
度枠を設定できる仮想記憶計算機システムに於ける主記
憶ページリプレース方式に関する。
し、特に、１つのタスクに対する主記憶ページ割当て限
度枠を設定できる仮想記憶計算機システムに於ける主記
憶ページリプレース方式に関する。
仮想記憶計算機システムに於いては、従来より、大規模
な仮想記憶域を必要とするタスクがシステムの主記憶資
源を独占使用することを防ぐため、１つのタスクに対す
る主記憶ページ割当て限度枠を設定することが提案され
ている。ところで、或るタスクに主記憶ページ割当て限
度枠を設定した場合、上記タスクは一旦限度枠の飽和状
態に達した後は常にその状態を動作することになるた
め、ページ不在割込みが発生する毎に上記タスクに割当
て済みの主記憶ページの内から解放可能な主記憶ページ
を選択し、これをリプレースする必要がある。また、こ
の時、選択した主記憶ページが更新済みであれば二次記
憶装置へのページアンロードも行なう必要がある。
な仮想記憶域を必要とするタスクがシステムの主記憶資
源を独占使用することを防ぐため、１つのタスクに対す
る主記憶ページ割当て限度枠を設定することが提案され
ている。ところで、或るタスクに主記憶ページ割当て限
度枠を設定した場合、上記タスクは一旦限度枠の飽和状
態に達した後は常にその状態を動作することになるた
め、ページ不在割込みが発生する毎に上記タスクに割当
て済みの主記憶ページの内から解放可能な主記憶ページ
を選択し、これをリプレースする必要がある。また、こ
の時、選択した主記憶ページが更新済みであれば二次記
憶装置へのページアンロードも行なう必要がある。
上述したように、タスクに対する主記憶ページ割当て限
度枠を設定した場合、ページ不在割込みが発生する毎
に、リプレース対象ページのサーチ及び必要ならば二次
記憶装置へのページアンロードを行なわなければなら
ず、オーバーヘッドが大きくなる問題がある。
度枠を設定した場合、ページ不在割込みが発生する毎
に、リプレース対象ページのサーチ及び必要ならば二次
記憶装置へのページアンロードを行なわなければなら
ず、オーバーヘッドが大きくなる問題がある。
このような問題点を解決するため、タスクに対する主記
憶ページの割当てが限度枠に達した時点で、上記タスク
に割当て済みの主記憶ページの内から解放可能な主記憶
ページを一定数（例えば、限度枠に比例した数）選択
し、選択した主記憶ページをまとめて二次記憶装置に返
却する方式が提案されている（例えば特願昭61−106506
号参照）。
憶ページの割当てが限度枠に達した時点で、上記タスク
に割当て済みの主記憶ページの内から解放可能な主記憶
ページを一定数（例えば、限度枠に比例した数）選択
し、選択した主記憶ページをまとめて二次記憶装置に返
却する方式が提案されている（例えば特願昭61−106506
号参照）。
上述したように、複数の主記憶ページをまとめて二次記
憶装置に返却することにより、ページ不在割込みが発生
する毎にリプレース対象ページのサーチ等を行なう必要
がなくなり、オーバーヘッドを減少させることはできる
が、複数ページをまとめて返却するので、返却したペー
ジが不幸にして再度参照される可能性が大きくなり、二
次記憶装置から主記憶装置へ再ロードしなければならな
い回数が多くなる問題がある。
憶装置に返却することにより、ページ不在割込みが発生
する毎にリプレース対象ページのサーチ等を行なう必要
がなくなり、オーバーヘッドを減少させることはできる
が、複数ページをまとめて返却するので、返却したペー
ジが不幸にして再度参照される可能性が大きくなり、二
次記憶装置から主記憶装置へ再ロードしなければならな
い回数が多くなる問題がある。
本発明は前述の如き問題点を解決したものであり、その
目的は二次記憶装置から主記憶装置への再ロードの回数
を増加させることなく、オーバーヘッドを減少できるよ
うにすることにある。
目的は二次記憶装置から主記憶装置への再ロードの回数
を増加させることなく、オーバーヘッドを減少できるよ
うにすることにある。
本発明は前述の如き問題点を解決するため、 ページング機構を有し、１つのタスクに対する主記憶ペ
ージ割当て限度枠を設定できる仮想記憶システムに於い
て、 或るタスクに対する主記憶ページの割当てが前記限度枠
に達し、且つページリプレースの優先候補の主記憶ペー
ジが所定数以下になった場合、前記タスクに割当て済み
の主記憶ページの中から一部の主記憶ページを選択し、
選択した主記憶ページを、更新済みの主記憶ページにつ
いてはその内容を二次記憶装置上に反映させた後、ペー
ジリプレースの優先候補にする。
ージ割当て限度枠を設定できる仮想記憶システムに於い
て、 或るタスクに対する主記憶ページの割当てが前記限度枠
に達し、且つページリプレースの優先候補の主記憶ペー
ジが所定数以下になった場合、前記タスクに割当て済み
の主記憶ページの中から一部の主記憶ページを選択し、
選択した主記憶ページを、更新済みの主記憶ページにつ
いてはその内容を二次記憶装置上に反映させた後、ペー
ジリプレースの優先候補にする。
一部の主記憶ページがまとめてページリプレースの優先
候補にされるだけで、返却は行なわれない。
候補にされるだけで、返却は行なわれない。
次に本発明の実施例について図面を参照して説明する。
第１図を参照すると、本発明方式が適用される仮想記憶
システムの実施例は、複数の主記憶ページ５から構成さ
れる主記憶装置１と、二次記憶装置２と、大規模な仮想
記憶域を必要とするタスク３と、ページング制御部４
と、主記憶ページ表６と、ページ表７とを含んでいる。
システムの実施例は、複数の主記憶ページ５から構成さ
れる主記憶装置１と、二次記憶装置２と、大規模な仮想
記憶域を必要とするタスク３と、ページング制御部４
と、主記憶ページ表６と、ページ表７とを含んでいる。
主記憶装置１は複数の主記憶ページ５に物理的に分割さ
れている。主記憶ページ５には未使用の主記憶ページと
タスクに割当て済みの主記憶ページとがある。
れている。主記憶ページ５には未使用の主記憶ページと
タスクに割当て済みの主記憶ページとがある。
ページング制御部４はページ割当て手段41と、限度枠設
定部42と、主記憶ページ選択手段43と、割当て済みペー
ジ表44と、割当て済みページ管理手段45と、レジスタ46
と、割当て済みページチェーンポインタ47とを備えてい
る。
定部42と、主記憶ページ選択手段43と、割当て済みペー
ジ表44と、割当て済みページ管理手段45と、レジスタ46
と、割当て済みページチェーンポインタ47とを備えてい
る。
ページ割当て手段41はページ不在割込みが加えられるこ
とにより、タスク３に未使用の主記憶ページを割当て
る。限度枠設定部42はタスク３への主記憶ページの割当
て限度枠を設定する。割当て済みページ表44には、第２
図に示すように、タスク３に割当て済みの主記憶ページ
の主記憶ページ番号対応に、参照ビット，更新ビット，
複数のＬＲＵビット及びポインタ情報が登録される。
とにより、タスク３に未使用の主記憶ページを割当て
る。限度枠設定部42はタスク３への主記憶ページの割当
て限度枠を設定する。割当て済みページ表44には、第２
図に示すように、タスク３に割当て済みの主記憶ページ
の主記憶ページ番号対応に、参照ビット，更新ビット，
複数のＬＲＵビット及びポインタ情報が登録される。
割当て済みページ管理手段45はタスク３に主記憶ページ
が割当てられると、その主記憶ページ番号を割当て済み
ページ表44に登録し、登録した主記憶ページ番号対応の
ポインタ情報として割当て済みページチェーンポインタ
47の内容を登録し、前回登録した主記憶ページ番号対応
のポインタ情報を今回登録した主記憶ページ番号を指し
示す内容に変更する。従って、タスク３に割当て済みの
主記憶ページは第３図に示すような割当て済みページチ
ェーン８によって管理されることになる。なお、割当て
済みページチェーンポインタ47は割当て済みページチェ
ーン８の先頭を指し示すものである。また、割当て済み
ページ管理手段45は、タスク３に割当て済みの主記憶ペ
ージが参照，更新されると割当て済みページ表44の対応
する参照ビット，更新ビットを“１”とし、タスク３に
割当て済みの主記憶ページの内容が二次記憶装置２に反
映されることにより、対応する更新ビットを“０”とす
る。更に、割当て済みページ管理手段45は定期的に更新
ビットをＬＲＵビットに反映させ、その後更新ビットを
“０”とする。
が割当てられると、その主記憶ページ番号を割当て済み
ページ表44に登録し、登録した主記憶ページ番号対応の
ポインタ情報として割当て済みページチェーンポインタ
47の内容を登録し、前回登録した主記憶ページ番号対応
のポインタ情報を今回登録した主記憶ページ番号を指し
示す内容に変更する。従って、タスク３に割当て済みの
主記憶ページは第３図に示すような割当て済みページチ
ェーン８によって管理されることになる。なお、割当て
済みページチェーンポインタ47は割当て済みページチェ
ーン８の先頭を指し示すものである。また、割当て済み
ページ管理手段45は、タスク３に割当て済みの主記憶ペ
ージが参照，更新されると割当て済みページ表44の対応
する参照ビット，更新ビットを“１”とし、タスク３に
割当て済みの主記憶ページの内容が二次記憶装置２に反
映されることにより、対応する更新ビットを“０”とす
る。更に、割当て済みページ管理手段45は定期的に更新
ビットをＬＲＵビットに反映させ、その後更新ビットを
“０”とする。
主記憶ページ選択手段43はタスク３に割当て済みの主記
憶ページの中から最近参照されていない主記憶ページを
一定数選択し（例えば、限度枠に比例した数）、選択し
た主記憶ページを、更新済みの主記憶ページについては
その内容を二次記憶装置２に反映させた後、ページリプ
レースの優先候補にする。レジスタ46には、ページリプ
レースの優先候補となっている主記憶ページの残存数が
セットされる。
憶ページの中から最近参照されていない主記憶ページを
一定数選択し（例えば、限度枠に比例した数）、選択し
た主記憶ページを、更新済みの主記憶ページについては
その内容を二次記憶装置２に反映させた後、ページリプ
レースの優先候補にする。レジスタ46には、ページリプ
レースの優先候補となっている主記憶ページの残存数が
セットされる。
主記憶ページ表６には、第４図に示すように、主記憶装
置１を主記憶ページに分割した場合の主記憶ページにつ
けられる主記憶ページ番号対応に、該当する主記憶ペー
ジに格納されているページがどのタスクの何ページ目の
ものなのかを示すタスク識別子と、該当する主記憶ペー
ジに有効なページが格納されているか否かを示す状態ビ
ット（本実施例に於いては“１”＝有効，“０”＝無効
とする）とが登録される。
置１を主記憶ページに分割した場合の主記憶ページにつ
けられる主記憶ページ番号対応に、該当する主記憶ペー
ジに格納されているページがどのタスクの何ページ目の
ものなのかを示すタスク識別子と、該当する主記憶ペー
ジに有効なページが格納されているか否かを示す状態ビ
ット（本実施例に於いては“１”＝有効，“０”＝無効
とする）とが登録される。
ページ表７には第５図に示すように、タスク３の仮想記
憶域をページに分割した場合のページに付けられるペー
ジ番号対応に、あるページが格納されている主記憶ペー
ジの主記憶装置１上の始点アドレスを示す主記憶ページ
アドレスと、ページが主記憶装置１上に存在するか否か
を示す存在ビット（本実施例に於いては“１”＝存在、
“０”＝不在とする）とが登録される。
憶域をページに分割した場合のページに付けられるペー
ジ番号対応に、あるページが格納されている主記憶ペー
ジの主記憶装置１上の始点アドレスを示す主記憶ページ
アドレスと、ページが主記憶装置１上に存在するか否か
を示す存在ビット（本実施例に於いては“１”＝存在、
“０”＝不在とする）とが登録される。
次に本発明の実施例の動作を説明する。
タスク３の実行中に於いては、タスク３の実行部分を含
むページ主記憶装置１上に存在するか否かが、ページ表
７の存在ビットに基づいて調べられ、存在しない場合は
ページ割当て手段41にページ不在割込みが加えられる。
むページ主記憶装置１上に存在するか否かが、ページ表
７の存在ビットに基づいて調べられ、存在しない場合は
ページ割当て手段41にページ不在割込みが加えられる。
ページ割当て手段41はタスク３の実行が開始された後、
限度枠設定部42で設定されたページ数の主記憶ページを
タスク３に一旦割当てるまでは、ページ不在割込みが加
えられる毎に主記憶ページ表６を調べ、状態ビットが
“０”となっている未使用の主記憶ページをタスク３に
割当て、その後、対応する存在ビット及び状態ビットを
“１”にする処理を繰返し行なう。また、割当て済みペ
ージ管理手段45はページ割当て手段41がタスク３に主記
憶ページを割当て毎にその主記憶ページの主記憶ページ
番号を割当て済みページ表44に登録すると共にポインタ
情報を変更し、タスク３に新たに割当てた主記憶ページ
を割当て済みページチェーン８の最後部につなぐ。
限度枠設定部42で設定されたページ数の主記憶ページを
タスク３に一旦割当てるまでは、ページ不在割込みが加
えられる毎に主記憶ページ表６を調べ、状態ビットが
“０”となっている未使用の主記憶ページをタスク３に
割当て、その後、対応する存在ビット及び状態ビットを
“１”にする処理を繰返し行なう。また、割当て済みペ
ージ管理手段45はページ割当て手段41がタスク３に主記
憶ページを割当て毎にその主記憶ページの主記憶ページ
番号を割当て済みページ表44に登録すると共にポインタ
情報を変更し、タスク３に新たに割当てた主記憶ページ
を割当て済みページチェーン８の最後部につなぐ。
そして、限度枠設定部42で設定されたページ数の主記憶
ページをタスク３に一旦割当てた後は、ページ割当て手
段41はページ不在割込みが加えられる毎にページ不在割
込み通知を主記憶ページ選択手段43に加える。主記憶ペ
ージ選択手段43は上記通知を受けると、レジスタ46の内
容に基づいてページリプレースの優先候補となっている
主記憶ページのページ数が所定数（０を含む）以下にな
っているか否かを調べる。
ページをタスク３に一旦割当てた後は、ページ割当て手
段41はページ不在割込みが加えられる毎にページ不在割
込み通知を主記憶ページ選択手段43に加える。主記憶ペ
ージ選択手段43は上記通知を受けると、レジスタ46の内
容に基づいてページリプレースの優先候補となっている
主記憶ページのページ数が所定数（０を含む）以下にな
っているか否かを調べる。
ページリプレースの優先候補となっている主記憶ページ
のページ数が上記所定数以下になっている場合は、以後
続いて発生するページ不在割込みに備えて、タスク３へ
の割当て済みが主記憶ページの中から一定数の主記憶ペ
ージをページリプレースの優先候補にする。本実施例に
於ける主記憶ページをページリプレースの優先候補にす
る方法は次の通りである。即ち、主記憶ページ選択手段
43は、先ず割当て済みページ表44を参照し、ＬＲＵビッ
トに基づいて、タスク３に割当てられている主記憶ペー
ジの内から最近参照されていない一定数の主記憶ページ
を選択する。この際、選択した主記憶ページのページ数
が上記一定数に達していない時は、“最近参照されてい
ない”という条件を緩和（ＬＲＵの更新）して再度選択
を行ない、上記一定数の主記憶ページを確保する。
のページ数が上記所定数以下になっている場合は、以後
続いて発生するページ不在割込みに備えて、タスク３へ
の割当て済みが主記憶ページの中から一定数の主記憶ペ
ージをページリプレースの優先候補にする。本実施例に
於ける主記憶ページをページリプレースの優先候補にす
る方法は次の通りである。即ち、主記憶ページ選択手段
43は、先ず割当て済みページ表44を参照し、ＬＲＵビッ
トに基づいて、タスク３に割当てられている主記憶ペー
ジの内から最近参照されていない一定数の主記憶ページ
を選択する。この際、選択した主記憶ページのページ数
が上記一定数に達していない時は、“最近参照されてい
ない”という条件を緩和（ＬＲＵの更新）して再度選択
を行ない、上記一定数の主記憶ページを確保する。
次いで、主記憶ページ選択手段43は選択した主記憶ペー
ジの内、更新済みの主記憶ページについてはその内容
（ページイメージ）を二次記憶装置２上に反映させた
後、対応する更新ビットを“０”とする。この際、更新
済みの主記憶ページが複数ページあり、二次記憶装置２
上の連続する二次記憶域を確保できる時は、上記複数の
主記憶ページのページイメージを一括して二次記憶装置
２に反映させる。更新されていない主記憶ページについ
ては、二次記憶装置２上に同一のページイメージが存在
するので、ページイメージを二次記憶装置２に反映させ
る必要はない。
ジの内、更新済みの主記憶ページについてはその内容
（ページイメージ）を二次記憶装置２上に反映させた
後、対応する更新ビットを“０”とする。この際、更新
済みの主記憶ページが複数ページあり、二次記憶装置２
上の連続する二次記憶域を確保できる時は、上記複数の
主記憶ページのページイメージを一括して二次記憶装置
２に反映させる。更新されていない主記憶ページについ
ては、二次記憶装置２上に同一のページイメージが存在
するので、ページイメージを二次記憶装置２に反映させ
る必要はない。
次いで、主記憶ページ選択手段43は、割当て済みページ
チェーンポインタ47及び割当て済みページ表44のポイン
タ情報を変更することにより、第６図に示すように、選
択した主記憶ページを割当て済みページチェーン８の先
頭部につなぎ直し、ページリプレース時の優先候補とし
て位置づける。これらの主記憶ページはＬＲＵのチェッ
クも二次記憶装置へのページアンロードも必要とせず、
直ちにリプレース可能な状態である。第６図は主記憶ペ
ージ番号Ｐ１〜Ｐｎの主記憶ページがページリプレース
の優先候補になっていることを示している。また、この
時、主記憶ページ選択手段43はレジスタ46にページリプ
レースの優先候補となっている主記憶ページのページ数
をセットする。上述した処理を行なうことにより、一定
数の主記憶ページがページリプレースの優先候補とされ
る。
チェーンポインタ47及び割当て済みページ表44のポイン
タ情報を変更することにより、第６図に示すように、選
択した主記憶ページを割当て済みページチェーン８の先
頭部につなぎ直し、ページリプレース時の優先候補とし
て位置づける。これらの主記憶ページはＬＲＵのチェッ
クも二次記憶装置へのページアンロードも必要とせず、
直ちにリプレース可能な状態である。第６図は主記憶ペ
ージ番号Ｐ１〜Ｐｎの主記憶ページがページリプレース
の優先候補になっていることを示している。また、この
時、主記憶ページ選択手段43はレジスタ46にページリプ
レースの優先候補となっている主記憶ページのページ数
をセットする。上述した処理を行なうことにより、一定
数の主記憶ページがページリプレースの優先候補とされ
る。
次いで、主記憶ページ選択手段43は割当て済みページチ
ェーン８の先頭につながれている主記憶ページのページ
番号、即ち割当て済みページチェーンポインタ47が指し
示している主記憶ページのページ番号をページ割当て手
段41に加える。これにより、ページ割当て手段41はタス
ク３に主記憶ページ選択手段43から加えられたページ番
号対応の主記憶ページを割当てる。また、この際、主記
憶ページ選択手段43はページリプレース優先候補の残存
数がセットされているレジスタ46の内容を−１すると共
に、割当て済みページチェーンポインタ47の内容を変更
することにより、割当て済みページチェーン８の先頭を
変更する。例えば、割当て済みページチェーン８の先頭
が第６図に示すようにＰ１になっていたとすると、第７
図に示すように割当て済みページチェーン８の先頭をＰ
２に変更するものである。
ェーン８の先頭につながれている主記憶ページのページ
番号、即ち割当て済みページチェーンポインタ47が指し
示している主記憶ページのページ番号をページ割当て手
段41に加える。これにより、ページ割当て手段41はタス
ク３に主記憶ページ選択手段43から加えられたページ番
号対応の主記憶ページを割当てる。また、この際、主記
憶ページ選択手段43はページリプレース優先候補の残存
数がセットされているレジスタ46の内容を−１すると共
に、割当て済みページチェーンポインタ47の内容を変更
することにより、割当て済みページチェーン８の先頭を
変更する。例えば、割当て済みページチェーン８の先頭
が第６図に示すようにＰ１になっていたとすると、第７
図に示すように割当て済みページチェーン８の先頭をＰ
２に変更するものである。
また、主記憶ページ選択手段43はページ割当て手段41か
らページ不在割込み通知が加えられた時、ページリプレ
ース優先候補の主記憶ページのページ数が前記所定数以
上ある場合は、直ちに割当て済みページチェーンポイン
タ47が指し示している主記憶ページのページ番号をペー
ジ割当て手段41に加え、その後前述したと同様にページ
リプレースの優先候補の残存数がセットされているレジ
スタの内容を−１すると共に、割当て済みページチェー
ンポインタ47の内容を更新する。従って、ページリプレ
ースの優先候補が前記所定数以上存在する間は、ページ
不在割込みは高速に処理されることになる。
らページ不在割込み通知が加えられた時、ページリプレ
ース優先候補の主記憶ページのページ数が前記所定数以
上ある場合は、直ちに割当て済みページチェーンポイン
タ47が指し示している主記憶ページのページ番号をペー
ジ割当て手段41に加え、その後前述したと同様にページ
リプレースの優先候補の残存数がセットされているレジ
スタの内容を−１すると共に、割当て済みページチェー
ンポインタ47の内容を更新する。従って、ページリプレ
ースの優先候補が前記所定数以上存在する間は、ページ
不在割込みは高速に処理されることになる。
また、ページリプレースの優先候補とされた主記憶ペー
ジが参照された場合は、主記憶ページをページリプレー
スの優先候補とする処理に於いてはページ表７の存在ビ
ットを更新する処理は行なっていないので、ページ不在
割込みが発生することなく、直ちにページの参照が行な
われる。この際、割当て済みページ管理手段45は割当て
済みページ表44の参照ビットを“１”に変更する処理、
ポインタ情報を変更することにより参照された主記憶ペ
ージをページリプレース優先候補から外す処理及びリプ
レースの優先候補の残存数がセットされているレジスタ
46の内容を−１する処理を行なう。
ジが参照された場合は、主記憶ページをページリプレー
スの優先候補とする処理に於いてはページ表７の存在ビ
ットを更新する処理は行なっていないので、ページ不在
割込みが発生することなく、直ちにページの参照が行な
われる。この際、割当て済みページ管理手段45は割当て
済みページ表44の参照ビットを“１”に変更する処理、
ポインタ情報を変更することにより参照された主記憶ペ
ージをページリプレース優先候補から外す処理及びリプ
レースの優先候補の残存数がセットされているレジスタ
46の内容を−１する処理を行なう。
尚、上述した実施例に於いては、ページリプレースの優
先候補を割当て済みページチェーンの先頭部分につなぐ
ようにしたが、優先候補の主記憶ページだけをつないだ
専用のページチェーンを設定することも可能である。
先候補を割当て済みページチェーンの先頭部分につなぐ
ようにしたが、優先候補の主記憶ページだけをつないだ
専用のページチェーンを設定することも可能である。
以上説明したように、本発明は、仮想記憶システムに於
いて、主記憶ページ割当て限度枠の飽和状態で動作する
タスクに割当て済みの主記憶ページの内の一部を、ペー
ジリプレースの優先候補の主記憶ページのページ数が所
定数以下になった時点に於いて、まとめてページリプレ
ースの優先候補にするようにしたものであり、ページ不
在割込みが発生する毎にリプレース対象ページのサーチ
等を行なう必要がなくなるので、オーバーヘッドを削減
できる効果があり、また、ページリプレースの優先候補
とした主記憶ページを参照可能な状態にしたものである
から、優先候補とした主記憶ページが再度参照されても
再ロードを行なう必要がない効果もある。
いて、主記憶ページ割当て限度枠の飽和状態で動作する
タスクに割当て済みの主記憶ページの内の一部を、ペー
ジリプレースの優先候補の主記憶ページのページ数が所
定数以下になった時点に於いて、まとめてページリプレ
ースの優先候補にするようにしたものであり、ページ不
在割込みが発生する毎にリプレース対象ページのサーチ
等を行なう必要がなくなるので、オーバーヘッドを削減
できる効果があり、また、ページリプレースの優先候補
とした主記憶ページを参照可能な状態にしたものである
から、優先候補とした主記憶ページが再度参照されても
再ロードを行なう必要がない効果もある。
第１図は本発明の実施例のブロック図、 第２図は割当て済みページ表44の構成例を示す図、 第３図は割当て済みページチェーンの構成例を示す図、 第４図は主記憶ページ表６の構成例を示す図、 第５図はページ表７の構成例を示す図、 第６図は割当て済みページチェーンの構成例を示す図及
び、 第７図は割当て済みページチェーンの構成例を示す図で
ある。 図に於いて、１……主記憶装置、２……二次記憶装置、
３……タスク、４……ページング制御部、５……主記憶
ページ、６……主記憶ページ表、７……ページ表、８…
…割当て済みページチェーン、41……ページ割当て手
段、42……限度枠設定部、43……主記憶ページ選択手
段、44……割当て済みページ表、45……割当て済みペー
ジ管理手段、46……レジスタ、47……割当て済みページ
チェーンポインタ。
び、 第７図は割当て済みページチェーンの構成例を示す図で
ある。 図に於いて、１……主記憶装置、２……二次記憶装置、
３……タスク、４……ページング制御部、５……主記憶
ページ、６……主記憶ページ表、７……ページ表、８…
…割当て済みページチェーン、41……ページ割当て手
段、42……限度枠設定部、43……主記憶ページ選択手
段、44……割当て済みページ表、45……割当て済みペー
ジ管理手段、46……レジスタ、47……割当て済みページ
チェーンポインタ。
Claims (1)
- 【請求項１】ページング機能を有し、１つのタスクに対
する主記憶ページ割当て限度枠を設定できる仮想記憶シ
ステムに於いて、 或るタスクに対する主記憶ページの割当てが前記限度枠
に達し、且つページリプレースの優先候補の主記憶ペー
ジが所定数以下になった場合、前記タスクに割当て済み
の主記憶ページの中から一部の主記憶ページを選択し、
選択した主記憶ページを、更新済みの主記憶ページにつ
いてはその内容を二次記憶装置上に反映させた後、ペー
ジリプレースの優先候補にすることを特徴とする主記憶
ページリプレース方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62067139A JPH0652512B2 (ja) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | 主記憶ペ−ジリプレ−ス方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62067139A JPH0652512B2 (ja) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | 主記憶ペ−ジリプレ−ス方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63233451A JPS63233451A (ja) | 1988-09-29 |
| JPH0652512B2 true JPH0652512B2 (ja) | 1994-07-06 |
Family
ID=13336268
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62067139A Expired - Lifetime JPH0652512B2 (ja) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | 主記憶ペ−ジリプレ−ス方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0652512B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5493663A (en) * | 1992-04-22 | 1996-02-20 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for predetermining pages for swapping from physical memory in accordance with the number of accesses |
-
1987
- 1987-03-20 JP JP62067139A patent/JPH0652512B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63233451A (ja) | 1988-09-29 |
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