JPS63233451A - Main memory replacing system - Google Patents
Main memory replacing systemInfo
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- JPS63233451A JPS63233451A JP62067139A JP6713987A JPS63233451A JP S63233451 A JPS63233451 A JP S63233451A JP 62067139 A JP62067139 A JP 62067139A JP 6713987 A JP6713987 A JP 6713987A JP S63233451 A JPS63233451 A JP S63233451A
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Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
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。[Detailed Description of the Invention] [Field of Industrial Application] The present invention relates to a main memory management method for a virtual memory computer system, and in particular, in a virtual memory computer system in which a main memory page allocation limit for one task can be set. Related to main memory page replacement method.
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で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実記憶ページを
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。In virtual memory computer systems, in order to prevent tasks that require large-scale virtual storage from monopolizing the system's main memory resources, a main memory page allocation limit for one task has traditionally been set. It is proposed to do so. By the way, if a main memory page allocation limit is set for a certain task, the task will always operate in that state once the limit is saturated, so every time a page fault interrupt occurs, It is necessary to select a releasable real memory page from among the main memory pages already allocated to the task and replace it. Furthermore, at this time, if the selected main memory page has been updated, it is also necessary to unload the page to the secondary storage device.
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。As mentioned above, if a main memory page allocation limit is set for a task, each time a page not found interrupt occurs, a search for a page to be replaced and, if necessary, a page unload to the secondary storage device must be performed. figure,
There is a problem with large overhead.
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６１−１０６
５０６号参照）。To solve this problem, when the allocation of main memory pages to a task reaches its limit, a certain number of main memory pages that can be released from among the main memory pages already allocated to the task (for example, A method has been proposed in which the selected main memory pages are returned to the secondary storage device in bulk (for example, in Japanese Patent Application No. 1983-106).
(See No. 506).
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。As mentioned above, by returning multiple main memory pages to the secondary storage device at the same time, it is no longer necessary to search for a page to be replaced every time a page-missing interrupt occurs, and overhead can be reduced. However, since multiple pages are returned at once, there is a greater possibility that the returned page will be referenced again, and there is a problem in that the number of times that the returned page must be reloaded from secondary storage to main storage increases. .
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。The present invention solves the above-mentioned problems, and its purpose is to reduce overhead without increasing the number of reloads from secondary storage to main storage.
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。In order to solve the above-mentioned problems, the present invention provides a virtual memory system that has a paging mechanism and can set a main memory page allocation limit for one task. When the limit is reached and the number of main memory pages that are priority candidates for page replacement is less than a predetermined number, select some main memory pages from among the main memory pages that have been allocated to the task,
The selected main memory page is made a priority candidate for page replacement after the contents of the updated main memory page are reflected on the secondary storage device.
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。Some main memory pages are only prioritized as candidates for page replacement and are not returned.
次に本発明の実施例について図面を参照して説明する。 Next, embodiments of the present invention will be described with reference to the drawings.
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。Referring to FIG. 1, an embodiment of a virtual storage system to which the method of the present invention is applied includes a main storage device 1 consisting of a plurality of main memory pages 5, a secondary storage device 2, and a large-scale virtual storage device. It includes a task 3 that requires space, a paging control unit 4, a main memory page table 6, and a page table 7.
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。The main memory device 1 is physically divided into a plurality of main memory pages 5. The main memory pages 5 include unused main memory pages and main memory pages already allocated to tasks.
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４
７とを備えている。The paging control unit 4 includes a page allocation unit 41, a limit frame setting unit 42, a main memory page selection unit 43, an allocated page table 44, an allocated page management unit 45,
register 46 and allocated page chain pointer 4
7.
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０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
。The page allocation means 41 allocates an unused main memory page to the task 3 in response to the addition of a page absence interrupt. The limit frame setting unit 42 sets the limit frame for allocating main memory pages to task 3. The 0 allocated page table 44 includes:
As shown in FIG. 2, a reference bit, an update bit, a plurality of LRU bits, and pointer information are registered in correspondence with the main memory page number of the main memory page already allocated to task 3.
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。When a main memory page is assigned to task 3, the assigned page management means 45 registers the main memory page number in the assigned page table 44, and uses the assigned page chain pointer 47 as pointer information corresponding to the registered main memory page number. and changes the pointer information corresponding to the main memory page number registered last time to the content pointing to the main memory page number registered this time. Therefore, the main memory pages already assigned to task 3 are managed by the assigned page chain 8 as shown in FIG.
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。Note that the allocated page chain pointer 47 points to the beginning of the allocated page chain 8. Further, when the main memory page allocated to task 3 is referenced or updated, the allocated page management means 45 sets the corresponding reference bit and update bit in the allocated page table 44 to "1".
”, and by reflecting the contents of the main memory page allocated to the task 3 in the secondary storage device 2, the corresponding update bit is set to “0”.Furthermore, the allocated page management means 45 periodically The updated bit is reflected in the LRU bit, and then the updated bit is set to "0".
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
を一定数選択しく例えば、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袋Ｗ２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。The main memory page selection means 43 selects a certain number of main memory pages that have not been referenced recently from among the main memory pages that have been allocated to the task 3 (for example, a number proportional to the limit frame), and updates the selected main memory pages. After the contents of the main memory pages that have been completed are reflected in the secondary memory bag W2, they are made priority candidates for page replacement. The number of remaining main memory pages that are priority candidates for page replacement is set in the register 46.
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。As shown in FIG. 4, the main memory page table 6 shows the information stored in the corresponding main memory page corresponding to the main memory page number assigned to the main memory page when the main memory device 1 is divided into main memory pages. A task identifier indicating which page of which task the current page belongs to, and a status bit (1''- in this example) indicating whether a valid page is stored in the corresponding main memory page. valid, "0" = invalid) is registered.
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
ジの主記憶袋Ｗ、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。As shown in FIG. 5, page table 7 shows the main memory bag W of the main memory page in which a certain page is stored, corresponding to the page number assigned to the page when the virtual storage area of task 3 is divided into pages. , a main memory page address indicating the starting point address on the main memory device 1, and an existence bit indicating whether the page exists on the main memory device 1 (in this embodiment, "1" = present, "0" = absent). ) is registered.
次に本発明の実施例の動作を説明する。Next, the operation of the embodiment of the present invention will be explained.
タスク３の実行中に於いては、タスク３の実行部分を含
むページが主記憶装置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。During the execution of task 3, it is checked whether the page containing the execution part of task 3 exists on the main storage device 1 based on the existence bit of the page table 7, and if it does not exist, the page is allocated. A page fault interrupt is applied to means 41.
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る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。After the execution of the task 3 is started, the page allocation means 41 once allocates the main memory pages of the number of pages set by the limit frame setting unit 42 to the task 3. Examine Table 6 and select unused main memory pages whose status bit is “0” for task 3.
After that, the process of setting the corresponding existence bit and status bit to "1" is repeated. Further, the allocated page management means 45 also indicates that the page allocation means 41 is assigned to the task 3.
Every time a main memory page is allocated to Task 3, the main memory page number of that main memory page is registered in the allocated page table 44, the pointer information is changed, and the newly allocated main memory page to Task 3 is added to the allocated page chain 8. Connect to the end of the
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
なりで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。Once the main memory pages of the number of pages set by the limit frame setting unit 42 are allocated to the task 3, the page allocation means 41 sends a page absence interrupt notification to the main memory page selection means every time a page absence interrupt is added. Add to 43. Upon receiving the above notification, the main memory page selection means 43 determines whether the number of main memory pages that are priority candidates for page replacement is less than or equal to a predetermined number (including 0) based on the contents of the register 46. investigate.
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０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４
３は、先ず割当て済みページ表４４を参照し、ＬＲＵビ
フトに基づいて、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。If the number of main memory pages that are priority candidates for page replacement is less than the predetermined number, the number of main memory pages allocated to task 3 is A method of making a certain number of main memory pages priority candidates for page replacement in this embodiment is as follows. That is, the main memory page selection means 4
Task 3 first refers to the allocated page table 44 and selects a certain number of main memory pages that have not been referenced recently from among the main memory pages assigned to task 3 based on the LRU byft. At this time, if the number of selected main memory pages does not reach the above-mentioned certain number, the condition of "not recently referenced" is relaxed (LRU update) and the selection is made again. Reserve memory pages.
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。Next, the main memory page selection means 43 reflects the content (page image) of the updated main memory page among the selected main memory pages on the secondary storage device 2, and then sets the corresponding update bit as "0'.At this time, if there are multiple main memory pages that have been updated and a continuous secondary storage area on the secondary storage device 2 can be secured, the page images of the multiple main memory pages are batched. secondary storage device 2
be reflected in. For main memory pages that have not been updated, since the same page image exists on the secondary storage device 2, there is no need to reflect the page image on the secondary storage device 2.
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。Next, the main memory page selection means 43 changes the pointer information of the allocated page chain pointer 47 and the allocated page table 44, so that the selected main memory page is placed in the allocated page chain 8 as shown in FIG. It is reconnected to the beginning of the page and positioned as a priority candidate when replacing the page.
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〜
ＰｎＯ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ントす
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。These main memory pages do not require LRU checking or page unloading to the secondary storage device, and can be immediately replaced. Figure 6 shows main memory page numbers P1~
This indicates that the PnO main memory page is a priority candidate for page replacement. Also, at this time, the main memory page selection means 43 stores in the register 46 the number of main memory pages that are priority candidates for page replacement. By performing the above-described processing, a certain number of main memory pages are made priority candidates for page replacement.
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４
１はタスク３に主記憶ページ選択手段４３から加えられ
たー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Ｐｌ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Ｐ２に変更するものである。Next, the main memory page selection means 43 sends the page number of the main memory page connected to the head of the allocated page chain 8, that is, the page number of the main memory page pointed to by the allocated page chain pointer 47, to the page allocation means 41. Add. As a result, page allocation means 4
1 allocates to task 3 the main memory page corresponding to the page number added from the main memory page selection means 43. In addition, at this time, the main memory page selection means 43 decrements the contents of the register 46 in which the remaining number of page replacement priority candidates is set, and changes the contents of the allocated page chain pointer 47 to indicate that the allocated pages have already been allocated. Change the beginning of page chain 8. For example, if the beginning of the allocated page chain 8 is Pl as shown in FIG. 6, the beginning of the allocated page chain 8 is changed to P2 as shown in FIG.
また、主記憶ページ選択手段４３はページ割当て手段４
１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。The main memory page selection means 43 also includes the page allocation means 4.
When a page absence interrupt notification is added from 1, if the number of main memory pages that are page replacement priority candidates is greater than or equal to the predetermined number, the page number of the main memory page pointed to by the allocated page chain pointer 47 is immediately sent. In addition to the page allocation means 41, the contents of the register in which the remaining number of priority candidates for page replacement is set are then decremented by 1 and the contents of the allocated page chain pointer 47 are updated in the same manner as described above. Therefore, while there are more than the predetermined number of priority candidates for page replacement, the page out interrupt will be processed at high speed.
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。Additionally, when a main memory page that is a priority candidate for page replacement is referenced, the process of updating the presence bit in page table 7 is not performed in the process of making the main memory page a priority candidate for page replacement. Therefore, the page is referenced immediately without generating a page fault interrupt. At this time, the allocated page management means 45 performs processing to change the reference bit in the allocated page table 44 to "1", processing to remove the referenced main memory page from page replacement priority candidates by changing pointer information, and replacement. The content of the register 46, in which the remaining number of priority candidates is set, is incremented by 1.
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。In the above embodiment, the priority candidate for page replacement is connected to the beginning of the allocated page chain, but it is also possible to set a dedicated page chain that connects only the main memory pages of the priority candidate. It is possible.
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。As described above, in a virtual memory system, the present invention provides for assigning some of the main memory pages that have already been allocated to tasks operating in a state where the main memory page allocation limit is saturated as priority candidates for page replacement. When the number of main memory pages falls below a predetermined number, all pages are prioritized as candidates for page replacement, and a search for a page to be replaced is performed every time a page failure interrupt occurs. Since it is no longer necessary, it has the effect of reducing overhead. Also, since the main memory page that was the priority candidate for page replacement can be referenced, even if the main memory page that was the priority candidate is referenced again. Some effects do not require reloading.
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。FIG. 1 is a block diagram of an embodiment of the present invention, FIG. 2 is a diagram showing an example of the configuration of the allocated page table 44, FIG. 3 is a diagram showing an example of the configuration of the allocated page chain, and FIG. 4 is the main memory FIG. 5 is a diagram showing a configuration example of page table 6, FIG. 6 is a diagram showing a configuration example of an allocated page chain, and FIG. 7 is a diagram showing a configuration example of an allocated page chain. It is a figure which shows an example. In the figure, 1... Main storage device, 2... Secondary storage device, 3... Task, 4... Paging control unit, 5...
... Main memory page, 6... Main memory page table, 7...
Page table, 8... Assigned page chain, 41.
...Page allocation means, 42...Limit frame setting section, 43
. . . Main memory page selection means, 44 . . . Assigned page table, 45 . . . Assigned page management means, 46.
...Register, 47...Allocated page chain pointer.
Claims (1)
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。[Scope of Claims] In a virtual storage system that has a paging mechanism and can set a main memory page allocation limit for one task, when the main memory page allocation for a certain task reaches the limit and the page If the number of main memory pages that are priority candidates for replacement is less than a predetermined number, select some main memory pages from among the main memory pages that have been allocated to the task,
A main memory page replacement method characterized in that a selected main memory page is made a priority candidate for page replacement after the contents of the updated main memory page are reflected on a secondary storage device.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62067139A JPH0652512B2 (en) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | Main memory page replay system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62067139A JPH0652512B2 (en) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | Main memory page replay system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63233451A true JPS63233451A (en) | 1988-09-29 |
| JPH0652512B2 JPH0652512B2 (en) | 1994-07-06 |
Family
ID=13336268
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62067139A Expired - Lifetime JPH0652512B2 (en) | 1987-03-20 | 1987-03-20 | Main memory page replay system |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0652512B2 (en) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0689221A (en) * | 1992-04-22 | 1994-03-29 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | Method and apparatus for controlling memory in computer system |
-
1987
- 1987-03-20 JP JP62067139A patent/JPH0652512B2/en not_active Expired - Lifetime
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0689221A (en) * | 1992-04-22 | 1994-03-29 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | Method and apparatus for controlling memory in computer system |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0652512B2 (en) | 1994-07-06 |
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