JP3527765B2 - プログラムキャッシュ装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、プログラムキャッシュ
装置に関し、特に、デマンドページング方式のメモリ管
理を行うコンピュータシステムにおいて、プログラムを
高速に起動する目的でメモリにプログラムをキャッシュ
する装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、半導体メモリは次第に安価とな
り、比較的小型のコンピュータシステムにおいても主記
憶装置として大容量のメモリを接続できるようになって
いる。従って、このようなコンピュータを制御するオペ
レーティングシステム（以下「ＯＳ」と言う。）には、
このような大容量のメモリを有効に利用する機能が求め
られている。即ち、ハードディスク等の外部記憶装置上
のプログラムやデータを、このような大容量のメモリ上
に効率よくキャッシュする機能が要求されている。ここ
で、「キャッシュする」とは、ハードディスクのような
当該メモリよりも更に大容量且つ低速なメモリに記憶さ
れているデータ又はプログラムを、中央演算処理装置に
よる実行のために読み出すとともに、次回における実行
を迅速に行うために高速な当該メモリに保持しておくこ
とである。

【０００３】また、近年のコンピュータシステムの複雑
化に伴い、システム上で動作するプログラムは、開発面
及び保守面での効率の良さが求められている。そのた
め、かかるプログラムが小さなモジュール（プログラ
ム）に分割されて外部記憶装置に格納され、このような
多数のプログラムが実行時に主記憶装置上で再配置，又
は結合され、中央演算処理装置によって実行される様に
構成されていることが多い。従って、このような局面で
も、主記憶装置上で効率良くプログラムをキャッシュす
ることが要求されている。

【０００４】これらの要求を満たすべく、従来より数々
のキャッシュ方式が提案されている。これらの各キャッ
シュ方式のうち、例えば、デマンドページング方式を採
用するＯＳでは、メモリは固定長の微少な記憶領域（物
理ページ）に分割されたページ単位で管理されており、
プログラムも同じ大きさのページに分割されている。そ
して、外部記憶装置上に記憶されたプログラム中の中央
演算処理装置での処理に必要なページが、ページ単位で
メモリ上にキャッシュされるようになっている。

【０００５】具体的には、あるプロセス（マルチタスク
におけるプロセス（即ち、タスク若しくは実行単位）の
ことを言う。以下同様とする。）からプログラムの起動
が要求された際に、メモリ上における当該プロセスのた
めの論理空間の記憶状態と外部記憶装置上における当該
プログラムを構成するページの記憶位置との対応関係
を、ページ毎に調べておく。なお、プログラムを起動し
ただけでは、メモリ上のページ枠にプログラムのページ
はロードしない。そして、あるページが実際にアクセス
された時点で、当該ぺージについての物理ページがメモ
リ内のページキャッシュ内に存在すれば（即ち、当該ペ
ージが過去に外部記憶装置から読み込まれていたなら
ば）、その物理ページを当該プロセスの論理空間に取り
付ける（即ち、プロセスからの論理アドレス指定を物理
アドレス指定に変換できるようにアドレス変換テーブル
を設定して、当該プロセスから当該物理ページをアクセ
ス可能な状態にする）。一方、当該ページについての物
理ページがページキャッシュ内に存在していなければ、
新規の物理ページを確得して、外部記憶装置からそのペ
ージの内容をこの物理ページに読み込み、ぺージキャッ
シュ内に当該物理ページを配置する。これと同時に、プ
ロセスの論理空間にも取り付ける。

【０００６】なお、ページキャッシュ上の物理ページと
プロセスに取り付ける物理ページとは、コピーオンライ
トの手段により共有させられる。ここで、コピーオンラ
イトの手段による共有とは、プロセスからの当該物理ペ
ージへの参照は可能とするとともに書き込みを禁止し
（読み込みはコピーなしでできる）、プロセスから当該
物理ページへの書込みがあった時点で割込みを発生さ
せ、この割込み処理によって当該物理ページの内容を新
しい別のページにコピーした上で、新しい方の物理ペー
ジを当該プロセスに取り付け直し、書き込みを解除する
ことを言う。このコピーオンライトによれば、プロセス
空間に取り付けられた物理ページの内容がプロセスによ
って変更されても、元の物理ページの内容を元の状態の
ままにしておくことができ、他のプロセスからのアクセ
スに備えることができる。

【０００７】なお、プログラムをローディングした際に
は、プロセスが実際にそのプログラム（即ち、プログラ
ムの命令部及びデータ部）を実行する前に、ＯＳがプロ
グラムの再配置処理及びシステムライブラリとの結合処
理を行う必要がある。従来のデマンドページング方式で
は、これらの処理を、コピーオンライトの手段のための
設定をした後でプロセス空間において実行していた。

【０００８】ここで、プログラムの再配置処理の内容を
説明する。外部記憶装置に格納されているプログラム
は、ある特定範囲のアドレス（論理アドレス）を有する
論理空間に取り付けられることを想定して構成されてい
る。例えば、図１１に示す例では、外部記憶装置に格納
されているプログラムは、１０００番地から始まる論理
空間に取り付けることを想定している。従って、その命
令部にあるジャンプサブルーチン命令は、当該プログラ
ムの範囲内と考えられる１３００番地にジャンプするよ
うになっている。図１１（ａ）に示すように、予め想定
した通りにＯＳが当該プログラムをローディングする場
合は再配置をする必要はない。ところが、プロセスにプ
ログラムが複数個ある前提下では、このプログラムが予
め想定したアドレスにローディングするという保証はな
い。従って、図１１（ｂ）に示すように、予め想定した
アドレス以外のアドレスにローディングした場合には、
ジャンプサブルーチン内のジャンプ先アドレスをそのま
まにしておくと、当該プログラムとは無関係の１３００
番地に分岐してジャンプすることになってしまう。そこ
で、ＯＳは、図１１（ｄ）の再配置テーブルを参照し
て、図１１（ｃ）に示すように、ジャンプ先アドレスを
当該プログラムの範囲内の正しい番地に書き換えるので
ある。

【０００９】また、システムライブラリとの結合処理を
説明する。外部記憶装置に格納されているプログラム
は、同様に外部記憶装置上に格納されているシステムラ
イブラリ内のサブルーチンを引用することを想定して構
成されている場合がある。例えば、図１２に示す例で
は、ローディングされたプログラムの１０４４番地に、
ジャンプサブルーチン命令が組み込まれている。但し、
図１０（ａ）に示すように、このジャンプサブルーチン
命令内のジャンプ先アドレスには、当初はダミーのアド
レス“００００００００”が書き込まれている。そし
て、ＯＳは、図１０（ｂ）に示すように、プロセス空間
にてプログラムを実行する前に、プログラム内の結合テ
ーブル（図１０（ｄ））を参照することにより、システ
ムライブラリ（図１０（ｃ））内の何れかのサブルーチ
ンの先頭アドレスを、ジャンプ先アドレスに書き込むの
である。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】ところで、プログラム
の実行によりページの内容が書き替えられないのであれ
ば，即ちプロセスがプログラムの内容を読むだけであれ
ば、単にページキャッシュ上の物理ページをプロセス空
間に取り付けるだけで物理ページを共有することができ
る。しかし、実際にはプログラムの実行によってページ
は書き替えられるため、即ち特にプログラムのデータ域
はプログラムの実行によって書き換えれられるため、当
該物理ページも書き替えられてしまい、次回のプログラ
ムの実行時に誤動作してしまう。

【００１１】また、ページの内容が書き替えられること
を想定して、当該物理ページに読み込まれているプログ
ラムの内容を他の物理ページにコピーした上でプロセス
空間に取り付けたとすると、書き替えられないページに
関しては同じ内容のページが二重に存在することにな
り、メモリの利用効率が下がる。

【００１２】そこで、従来のデマンドページング方式で
は、外部記憶装置から当該物理ページに読み込まれたプ
ログラムをプロセス空間に取り付ける場合、コピーオン
ライトの手段のための設定を行っていた。

【００１３】しかしながら、その後に直ちに続いて実行
されるプログラムの再配置処理やシステムライブラリと
の結合処理には必然的に書き込み処理が含まれているの
で、それらの書き込み処理により割込みが発生して、必
然的に当該物理ページのコピーが実行されていた。その
ため、常に物理ページを二重に使用せざるを得ないの
で、メモリの利用効率が下がっていた。

【００１４】また、従来のデマンドページング方式で
は、プログラムの再配置処理及びシステムライブラリと
の結合処理は、プロセス空間内で行っていた。従って、
同じプログラムを再起動するときには、当該物理ページ
はコピーオンライトの手段でプロセス空間に取り付けら
れるので、再度同じ様なプログラムの再配置処理及びシ
ステムライブラリとの結合処理を行う必要を生じ、処理
効率の悪いものであった。しかも、この再起動時での再
配置処理及びシステムライブラリとの結合処理において
は、外部記憶装置上の再配置情報及び結合情報を参照す
るため、Ｉ／Ｏ処理が必要となり、処理時間は膨大とな
っていた。

【００１５】そこで、本発明の課題は、上記問題点に鑑
み、コピーオンライトの手段によって物理ページをコピ
ーしてメモリを二重に使用することを最小限に留め、メ
モリの利用効率を上げることができるプログラムキャッ
シュ装置を提供することである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明によるプログラム
キャッシュ装置は、上記した課題を解決するために、プ
ログラムを格納する第１の記憶装置（１００）と、物理
アドレスを各々与えられた複数の物理ページ（１０２
ａ）を有する第２の記憶装置と、前記第１の記憶装置
（１００）から前記プログラムを読み出して前記物理ペ
ージに記憶するとともにこの物理ページのプログラムを
アクセスして特定の処理を行う処理装置（１０１）と、
個々の前記物理アドレス値に対して、第２種のアドレス
としての論理アドレスを関連付ける管理手段（１０３）
と、前記第２の記憶装置（１０２）に記憶されたプログ
ラム上のアドレス情報を変更するアドレス情報変更手段
（１０４）と前記物理ページ（１０２ａ）上に記憶され
ている前記プログラムを、他の物理ページ（１０２ａ）
上にコピーするコピー手段（１０５）とを有するプログ
ラムキャッシュ装置において、前記第２の記憶装置（１
０２）は、前記論理アドレスの集合体としてのメモリ論
理空間（１０２ｂ）を有し、このメモリ論理空間（１０
２ｂ）は、第１の記憶領域（１００）から読み取ったプ
ログラムを格納するプログラムキャッシュ空間（１０２
ｃ）と、前記処理装置（１０１）が実行するプログラム
を格納するプロセス空間（１０２ｄ）とを有し、前記管
理手段（１０３）は、前記アドレス情報変更手段（１０
４）が前記アドレス情報の変更を行った後に、前記プロ
グラムキャッシュ空間（１０２ｃ）上に格納されている
プログラムの論理アドレスに対応する前記物理ページ
（１０２ａ）の物理アドレスを、前記プロセス空間（１
０２ｄ）内の論理アドレスに対応付け、前記コピー手段
（１０５）は、前記管理手段（１０３）が前記物理アド
レスの前記プロセス空間（１０２ｄ）内の論理アドレス
に対する対応付けを行った後で前記プログラムへの書き
込みがあった場合に、前記物理ページ（１０２ａ）の内
容をコピーすることを特徴とする。

【００１７】本発明は、以下に示すように、様々な形態
で実施可能である。先ず、第１の記憶装置を不揮発性の
メモリとし、第２の記憶装置を揮発性のメモリとするこ
とができる。例えば、第１の記憶装置を、ハードディス
ク，光磁気ディスク，フロッピーディスクのような磁気
記憶装置とする事ができる。この第１の記憶装置として
は、大容量の記憶装置を用いる事が望ましい。また、こ
の第１の記憶装置はプログラムキャッシュ装置が組み込
まれたコンピュータの外部に接続される物であっても良
いし、内蔵されるものであっても良い。或いは回線によ
り接続された別のコンピュータに接続された記憶装置で
も良い。一方、第２の記憶装置を、ＲＡＭ（ランダムア
クセスメモリ）のような半導体メモリとすることができ
る。この第２の記憶装置としては、高速な書き込み及び
読み出しが可能な記憶装置を用いる事が望ましい。

【００１８】この第１の記憶装置及び第２の記憶装置，
並びに中央処理装置は、相互にバスで接続する事が望ま
しい。処理装置は、複数の実行単位を有し、この実行単
位毎にプログラムを実行するように構成することができ
る。この複数の実行単位は、時系列に処理実行を交代し
ても良いし、平行に処理を実行しても良い。

【００１９】管理手段は、中央処理装置又は他の処理装
置内においてプログラムによって実行される機能手段で
あっても良いし、アドレス変換テーブルを有するファー
ムウェア，又は論理回路のようなハードウェアとしても
良い。

【００２０】アドレス情報変更手段が変更するプログラ
ム上のアドレス情報は、当該プログラム内に含まれるサ
ブルーチン又は当該プログラムの外に存するサブルーチ
ンの先頭アドレスに処理をジャンプさせる命令であって
も良いし、参照すべきデータの格納位置を示すアドレス
情報であっても良い。また、このアドレス情報変更手段
は、当該プログラムに含まれて、プログラムと共に第１
の記憶装置から読み込まれたテーブルを参照して、当該
プログラムの内容を参照するようにしても良い。

【００２１】メモリ論理空間上のプロセス空間は、処理
装置の処理単位毎に用意されても良い。この場合、実行
単位の処理実行に応じて、プロセス空間が複数存在させ
ても良いし、時系列的に生成・消去させるようにしても
良い。

【００２２】管理手段が物理ページをプロセス空間内の
論理アドレスに対応付けた後には、この物理ページに記
載されたプログラムへの書き込みが禁止されるようにし
ても良い。

【００２３】コピー手段が物理ページをコピーした後に
は、コピー元の物理ページはプログラムキャッシュ空間
のみに対応付け、コピー先の物理ページはプロセス空間
のみに対応付けるようにしても良い。

【００２４】第１の記憶装置が、プログラムキャッシュ
空間上に格納された全プログラムを一括して格納するフ
ァイルを備えるようにしても良い。さらに、処理装置
は、一定期間内に予め定められた複数のプログラムを連
続して実行するようにしてもよい。そして、この一定期
間の満了時にプログラムキャッシュ空間に格納されてい
る全プログラムをファイル内に格納し、処理装置が前記
プログラムを要求した際にはこのファイル内に格納され
ている全プログラムをプログラムキャッシュ空間に復元
するようにしてもよい。

【００２５】

【作用】処理装置１０１がプログラムを要求すると、第
２の記憶装置１０２は第１の記憶装置１００に記憶され
ているプログラムを物理ページ１０２ａに読み取って記
憶する。このプログラムが記憶された物理ページ１０２
ａの物理アドレスは、管理手段１０３によって、メモリ
論理空間１０２ｂ上においてはプログラムキャッシュ空
間１０２ｃ内の論理アドレスに対応付けられている。従
って、当該プログラムがプログラムキャッシュ空間１０
２ｃ上に格納されていると扱うことができる。

【００２６】そして先ず、このプログラムキャッシュ空
間１０２ｃ上において、アドレス情報変更手段１０４
が、当該プログラム上のアドレス情報を変換する。次
に、管理手段１０３が、プログラムキャッシュ空間１０
２ｃ上に格納されているプログラムが記載されている物
理ページ１０２ａの物理アドレスを、プロセス空間１０
２ｄの論理アドレスに対応づける。従って、この時点
で、プログラムを保持している物理ページ１０２ａがプ
ログラムキャッシュ空間１０２ｃとプロセス空間１０２
ｄとの間で共有され、プロセス空間上１０２ｄにプログ
ラムが格納されたことになる。従って、これ以降、物理
ページをコピーする事なく、処理装置１０１がプロセス
空間１０２ｄ上のプログラムをアクセスすることができ
る。

【００２７】また、この後に処理装置１０１がプロセス
空間１０２ｄ上のプログラムを書き込みを掛けると、コ
ピー手段が、物理ページ１０２ａをコピーする。以上の
ようにして、いわゆるコピーオンライトが実行される。

【００２８】このように、本発明では、処理装置がプロ
グラムに対する書き込みを掛けない限り、プログラムが
記載されている物理ページ１０２ａはコピーされない。
即ち、メモリが二重に使用される事が最小限に抑えられ
る。従って、メモリの利用効率を上げる事ができる。ま
た、退避復元ファイルを備えれば、多数のプログラムが
起動されている処理空間においても、記憶装置１００か
らの読み込みは一回で済み、このため処理区間に要する
時間を大幅に短縮できる。

【００２９】

【実施例】次に、本発明の実施例を図面を参照して説明
する。以下の各実施例では、キャッシュの対象は、プロ
グラムを分割したページではなく、プログラムそのもの
である。但し、ここで言う「プログラム」とは、必ずし
も一つのアプリケーション全体のみを意味するのではな
く、それを構成する単位のプログラムであって、少なく
とも一つの命令を備えているものも含む。

【００３０】

【実施例１】図２は、本発明の第１実施例によるコンピ
ュータシステムにおけるプログラムキャッシュ装置のハ
ード構成図である。

【００３１】図２において、外部記憶装置１，メモリ
２，及び中央処理装置（ＣＰＵ）３は、バス４によって
相互に接続されている。この中央演算処理装置３は、外
部記憶装置１に格納され，メモリにキャッシュされたＯ
Ｓを実行することによって、外部記憶装置１，メモリ
２，及び中央演算処理装置３自体の状態，及び動作を制
御する。また、中央演算処理装置３は、ＯＳによる制御
の下に、外部記憶装置１に格納され，メモリにキャッシ
ュされているプログラムを起動し、所定のタスク（プロ
セス）を実行する。この中央演算処理装置３は、複数の
タスクを仮想的に同時に並列して実行するマルチタスク
を行うことができる。

【００３２】なお、中央演算処理装置３の機能の一部に
は、メモリ管理装置３ａの機能が備えられている。即
ち、このメモリ管理装置３ａは、読み出し又は書き込み
を行うためにプロセスが指定するメモリ上の論理アドレ
スを、実際にメモリに読み書きする物理ページ４８の番
地を示す物理アドレスに変換する機能を有している。こ
の変換の為には、例えば本出願人による特海平４−２０
５５３５号に示されるようなアドレス変換テーブルを用
いれば良い。

【００３３】図２における外部記憶装置１及びメモリ２
の構成を、図３に詳細に示す。図３から明らかなよう
に、外部記憶装置１は、システムライブライブラリＡ，
複数のプログラムＢ，及び退避復元ファイルＣを格納し
ている。

【００３４】システムライブラリＡは、図１２（ｃ）に
示すように、多数のサブルーチンＡ’から構成されてい
る。そして、システム起動時に一括して読み出されて、
メモリ２のシステム共通空間２ｂに書き込まれ、電源が
切られるまで常駐する。なお、システムライブラリＡに
は、図１２（ｅ）に示すシステムライブラリの入り口情
報テーブルが付加されている。この入り口情報テーブル
は、図１２（ｄ）に示す結合テーブルで指定されたシン
ボル文字列から、システムライブラリＡ内の該当するサ
ブルーチンＡ’の入り口アドレスを引き出すテーブルで
ある。

【００３５】このプログラムＢは、命令，データ，及び
テーブル（結合テーブル，再配置テーブル）から構成さ
れている。図３では、外部記憶装置１上に２個のプログ
ラムが格納されている状態を例示している。これらプロ
グラムＢのうち１番目のプログラムは、外部記憶装置
１上の０１１０番地（物理アドレス）に格納されてお
り、システムライブラリとの結合が予定されている。ま
た、２番目のプログラムは、０１２０番地に格納され
ており、システムライブラリとの結合は予定されていな
い。これらのプログラムＢの各々は、個々のプログラム
の初回起動時のみ読み出されて、メモリ２のプログラム
キャッシュ空間２４に書き込まれる。

【００３６】退避復元ファイルＣは、コンピュータシス
テムの起動が終了する際に、メモリ２のシステム共通空
間２ｂに書かれている情報（の一部）を一括して退避さ
せ、これを格納するとともに、システムが再起動する際
に、格納している情報をシステム共通空間２ｂ上に一括
して復元させるためのファイルである。この退避復元フ
ァイルＣは、管理情報部と制御テーブル格納域とプログ
ラム格納域とから構成されている。制御テーブル格納域
には、システム共通空間２ｂ上の使用中制御テーブルリ
スト２１の内容をそのまま格納する。プログラム格納域
には、システム共通空間２ｂ内のプログラムキャッシュ
空間２４に書き込まれているプログラムをそのまま格納
する。また、管理情報域には、退避復元ファイルＣの内
容をシステム共通空間２ｂ上に一括して復元させる際に
必要な情報（プログラムの数など）を格納する。

【００３７】メモリ２は、論理アドレスによって認識で
きるメモリ空間（論理空間）を有している。なお、この
メモリ空間（論理空間）は仮想的なものであり、実際に
はメモリ空間における論理アドレスは変換テーブルに従
って物理ページ４８の物理アドレスに変換される。よっ
て、メモリ空間上の何れかのアドレスに配置された情報
は、実際にはメモリ内の何れかの物理ページ４８上に記
憶されているのである。このメモリ空間は、複数のプロ
セス空間２ａと一個のシステム共通空間２ｂとから構成
されている。

【００３８】このシステム共通空間２ｂには、プログラ
ムキャッシュ空間２４が備えられている。このプログラ
ムキャッシュ空間２４には、外部記憶装置１から読み込
まれた複数のプログラムＢが格納される。そして、この
プログラムキャッシュ空間２４上で、プログラムの再配
置処理及びシステムライブラリとの結合処理，並びにコ
ピーオンライトの手段のための設定が行われる。なお、
図３では、プログラムキャッシュ空間２４内のプログラ
ムに対応するプログラムが格納されている物理テーブル
群４８をメモリ空間外に示す。このように、物理ページ
群４８をメモリ空間外に示したのは、物理アドレスから
把握される物理空間と論理アドレスから把握されるメモ
リ空間とでは、実体が同じ物であっても存在する（把握
がなされる）次元が異なり、同次元で現すことが困難だ
からである。従って、図上の矢印は、論理アドレスと物
理アドレスとの関連付けを示しており、前述のメモリ管
理装置３ａによってこの関連付けが制御されるのであ
る。

【００３９】また、システム共通空間２ｂのプログラム
キャッシュ空間２４以外の部分には、システムライブラ
リＡ，並びに使用中制御テーブルリスト２１，空き制御
テーブルリスト２０，及びハッシュテーブル２２が格納
されている。

【００４０】使用中制御テーブルリスト２１は、プログ
ラムキャッシュ空間２４に格納されている個々のプログ
ラムＢの管理データを各々記載した複数の制御テーブル
２３を、ひとまとまりにしたリスト構造である。これら
の制御テーブル２３の何れかに、一番目のプログラム
の識別情報として格納位置を示す“０１１０”が記載さ
れている。ハッシュテーブル２２は、この識別情報を元
にして、対応する制御テーブルを高速に見つけ出すため
のテーブルである。空き制御テーブルリスト２０は、対
応するプログラムＢがプログラムキャッシュ空間２４上
に格納されていない余りの制御テーブルをひとまとまり
にしたリスト構造である。

【００４１】プロセス空間２ａは各プロセス毎に用意さ
れおり、これら複数のプロセス空間２ａがメモリ空間内
にパラレルに存在している。個々のプロセス空間２ａに
は、対応するプロセスからのアクセスに従って、このプ
ロセスからの読み出し及び書き込みが可能なプログラム
を格納している。なお、ここで言うプログラムも論理ア
ドレスで格納位置が示されるプログラムであり、実際に
はメモリ２上の物理ページに格納されているプログラム
に対応している。この関係を説明するために、図３で
は、説明のためにプロセス空間２ａを複数個並列に示し
ている。

【００４２】なお、各プロセス空間２ａにおける星印の
箇所については、プロセス固有のライブラリと結合され
るため、コピーオンライトにより別のページとなる。ま
た、プロセス空間２ａ上の命令及びデータの領域には、
図面上の矢印で示すように物理ページ群Ｘ又はＹが取付
けられている。即ち、図３は、外部記憶装置１上のプロ
グラムを、先ず最初にプロセスａが１０００番地に配
置するものとして起動し、続いてプロセスｂが同じく１
０００番地に配置するものとして起動し、最後にプロセ
スｃが２０００番地に配置するものとして起動した例で
ある。プロセスａがプログラムを起動した時点で、プ
ログラムキャッシュ空間２４を通してそのプログラム
の内容が読み込まれた物理ページ群Ｘは、プロセスｂが
プログラムを起動すると、同じ配置アドレスであるが
ために共有される（この時点では、プログラムキャッシ
ュ空間２４とも共有されている。）。これに対し、プロ
セスｃがプログラムを起動した際にはプログラムキャ
ッシュ空間２４上で再配置が行われ、この再配置の時点
でコピーオンライトの手段が効を成して、物理ページ群
Ｘの内容は物理ページ群Ｙへとコピーされる。そして、
プログラムキャッシュ空間２４から物理ページ群Ｘは取
り外されて、代わりに物理ページ群Ｙが取り付けられ、
プログラムキャッシュ空間とプロセスｃとの間で共有さ
れている。なお、プログラムに関しても同様の制御が
行われるが、図面では物理ページの共有関係についてを
省略している。

【００４３】また、プロセス空間２ａ上の命令及びデー
タの領域は、プログラムキャッシュ空間２４において行
われた結合処理の結果に応じて、システム共通空間２ｂ
上のシステムライブラリＡに結合されている。

【００４４】図３におけるメモリ空間のシステム共通空
間２ｂにおける各テーブル２０，２１，及びプログラム
キャッシュ空間２４の関係を、図４において更に詳細に
説明する。

【００４５】プログラムキャッシュ空間２４には、複数
のプログラムが格納されている。但し、この図４におい
ては、説明の都合上、一つのプログラムのみ例示してい
る。一つ々々のプログラムには、命令域３０，データ域
３３，結合情報テーブル３６，及び再配置情報テーブル
３９が備えられている。

【００４６】この命令域３０には、プログラムで実行さ
れる命令が収容されている。データ域３３には、命令を
実行するにおいて用いられるデータが収容されている。
結合情報テーブル３６には、図１２（ｄ）に示すよう
に、結合処理を実行するに際して用いられる情報が記載
されている。図１２（ｄ）において、結合情報テーブル
内の各エントリには、最初に引用対象となるサブルーチ
ンのシンボル文字列が記載され、次にこのエントリに関
してジャンプ先アドレスを書き替える処理の命令部内に
おける数とデータ部内における数とが記載され、最後尾
に書き換えを行うアドレスが命令部の先頭ビットから何
バイト目なのかが記載されている。

【００４７】再配置情報テーブル３９には、図１１
（ｄ）に示すように、再配置処理を実行するに際して用
いられる再配置対象のアドレスが記載されている。図１
１（ｄ）において、最初の１ビットは、書き換えるデー
タ値が命令部を指す“０”なのか、データ部を指す
“１”なのかを表し、続く３１ビットは、書き換える場
所が命令部（又はデータ部）の先頭ビットから何バイト
目なのかを示す。なお、書き換える範囲は、ＯＳにより
例えば４バイトと約束されている。また、図１１の例で
は、再配置対象を、命令部に記載されているジャンプサ
ブルーチンであるとしているが、再配置対象のバリエー
ションとしては、命令部に存在し且つデータ部内のアド
レスを表している場合，データ部に存在し且つ命令部内
のアドレスを表している場合，及びデータ部に存在し且
つデータ部内のアドレスを表している場合が考えられ
る。この再配置情報テーブル３９は、命令部用とデータ
部用に分かれている。

【００４８】なお、これらの各領域３０，３３，３６，
３９に記載されている各種情報が、実際には、メモリ管
理装置３ａで変換される物理アドレスを付された物理ペ
ージ４８に記載されていることは、既に述べた通りであ
る。

【００４９】プログラムキャッシュ空間２４に格納され
ている個々のプログラムについては、各々その管理デー
タを記載した制御テーブル２３が備えられている。この
制御テーブルに記載されている各種管理データのうち、
リンクフィールド２５，２６は、制御テーブルリスト２
０を構成するのに用いられるデータである。装置上位置
識別情報２７は、当該制御テーブル２３に対応するプロ
グラムの外部記憶装置１における格納位置（物理アドレ
ス）を示す。命令域ポインタ２９は、プログラムキャッ
シュ空間２４における当該プログラムの命令域３０の先
頭アドレス（論理アドレス）を示す。命令域サイズ情報
３１は、この命令域３０の大きさを示す。データ域ポイ
ンタ３２は、同じくデータ域３３の先頭アドレス（論理
アドレス）を示す。データ域サイズ情報３４は、このデ
ータ域３３の大きさを示す。結合情報テーブルポインタ
３５は、同じく結合情報テーブル３６の先頭アドレス
（論理アドレス）を示す。結合情報テーブルサイズ３７
は、この結合情報テーブル３６の大きさを示す。再配置
情報テーブルポインタ３８は、同じく再配置情報テーブ
ル３９の先頭アドレス（論理アドレス）を示す。再配置
情報サイズ４０は、この再配置情報テーブル３９の大き
さを示す。命令域配置アドレス情報４２は、当該制御テ
ーブル２３に対応するプログラムがプロセス空間２ａに
取り付けられる際に命令域３０がどの論理アドレスに配
置されるかの仮定の情報を示す。データ域配置アドレス
情報４３は、当該制御テーブル２３に対応するプログラ
ムがプロセス空間２ａに取り付けられる際にデータ域３
３がどの論理アドレスに配置されるかの仮定の情報を示
す。その他のプログラム情報４４は、その他の管理情報
を示す。ハッシュリンクフィールド４５，４６は、ハッ
シュ構造内サブリスト４７を構成するのに用いられるデ
ータである。

【００５０】使用中制御テーブルリスト２１は、プログ
ラムキャッシュ空間２４に現に格納されているプログラ
ムの管理データを記載している制御テーブル２３を、リ
ンクフィールド２５，２６によって、使用順に従って相
互に繋ぎ、ひとまとまりにしたリスト構造である。即
ち、リンクフィールド２５は、当該制御テーブル２３に
対応するプログラムの起動直前に起動されたプログラム
の管理データを記載する制御テーブル２３の先頭アドレ
スを示している。また、リンクフィールド２６は、同様
に、当該制御テーブル２３に対応するプログラムの起動
直後に起動されたプログラムの管理データを記載する制
御テーブル２３の先頭アドレスを示している。なお、使
用中制御テーブルリスト２１の先頭ポインタ２１ａに
は、リストの先頭の制御テーブル２３のアドレスが記載
されている。

【００５１】ハッシュテーブル２２は、プロセスからプ
ログラム起動要求があった際に、そのプログラムが使用
中制御テーブルリスト２１に存在するか否かを高速に調
べるためのテーブルである。このハッシュテーブル２２
内の各フィールドは、複数あるハッシュ構造内サブリス
ト４７の先頭の制御テーブル２３のアドレスを全て格納
している。

【００５２】なお、このハッシュ構造内サブリスト４７
は、使用中制御テーブルリスト２１とは異なった順番
で、ハッシュリンクフィールド４５，４６により、使用
中の制御テーブル２３を相互に繋いだリスト構造であ
る。従って、使用中制御テーブルリスト２１と複数のハ
ッシュ構造内サブリスト４７とは、同一の制御テーブル
２３を共通して用いて構成されている。また、ハッシュ
リンクフィールド４５，４６の機能は、リンクフィール
ド２５，２６の機能と同様である。

【００５３】ハッシュテーブル２２は、プログラムが使
用中制御テーブルリスト２１に存在するか否かを調べる
ために、検索キーとして、外部記憶装置１上のプログラ
ムの格納位置を一意に識別するための数値（即ち、アド
レス）を用いている。なお、この数値は、制御テーブル
２３内の装置上位置識別情報２７の数値と同じ数値であ
る。

【００５４】空き制御テーブルリスト２０は、全制御テ
ーブル２３のうち、使用中制御テーブルリスト２１に組
み込まれていない制御テーブル２３をひとまとまりにし
たリスト構造である。即ち、プログラムキャッシュ空間
２４に格納されている特定のプログラムの管理データを
記載していない制御テーブル２３を、リンクフィールド
２５，２６によって繋げたものである。なお、空き制御
テーブルリスト２０の先頭ポインタ２０ａには、リスト
の先頭の制御テーブル２３のアドレスが記載されてい
る。

【００５５】次に、ＯＳに従って中央演算処理装置３が
実行するキャッシュ処理の内容を、図５のフローチャー
トに従って説明する。このフローは、プロセスからプロ
グラムの起動要求があった場合に、スタートする。そし
て、最初にステップＳ０１において、プログラム名等の
起動要求識別情報を、外部記憶装置１上の位置識別情報
（アドレス）２７に変換する。次に、ステップＳ０２に
おいて、ステップＳ０１にて変換した位置識別情報に基
づいて、ハッシュテーブル２２を検索して、プログラム
キャッシュ空間２４に要求されたプログラムが存在する
か否か（即ち、対応する制御テーブル２３が存在するか
否か）をチェックする。

【００５６】ハッシュテーブル２２中を検索して、対応
する制御テーブル２３を見つけることができなかった場
合（キャッシュ２４上に当該プログラムが存在していな
かった場合）、ステップＳ０３において、制御テーブル
の獲得を行う。

【００５７】図６は、このステップＳ０３で実行される
サブルーチンの内容を示す処理フローである。このサブ
ルーチンでは、先ず、起動要求のあったプログラムを格
納するために、現時点での空き物理ページ４８が足りて
いるかどうかをチェックする（ステップＳ２０）。足り
ている場合には、次に空き制御テーブルリスト２０に制
御テーブル２３があるか否かをチェックする（ステップ
Ｓ２１）。制御テーブル２３がある場合には、この空き
制御テーブルリスト２０から制御テーブル２３を一つ獲
得する（ステップＳ２２）。その後、処理をリターンす
る。

【００５８】空き制御テーブルリスト２０に制御テーブ
ル２３が一つもなかった場合には、使用中制御テーブル
リスト２１の最後に繋がれている制御テーブル２３を選
択して獲得し、プログラムキャッシュ空間２４上からこ
の制御テーブル２３に対応するプログラムを削除する
（ステップＳ２３）。即ち、物理ページ４８との対応関
係を解除し、物理ページ４８を解放する。その後、処理
をリターンする。

【００５９】物理ページ４８が不足する場合には、続い
てプログラムキャッシュ空間２４に削除可能なプログラ
ムが存在するか否かをチェックする（ステップＳ２
４）。削除可能なプログラムが存在する場合には、制御
テーブル２３が一つもなかった場合と同様に、使用中制
御テーブルリスト２１の最後に繋がれている制御テーブ
ル２３を一つ選択し、その管理データを削除することに
より物理ページ４８を得る（ステップＳ２５）。削除
後、制御テーブル２３は空きリストへ移す（ステップＳ
２６）。一方、削除可能なプログラムが存在しない場合
には（ステップＳ２４）、ページアウト処理を実行する
ことにより空き物理ページ４８を作る（ステップＳ２
７）。このページアウト処理とは、メモリ２の論理空間
上の位置如何に拘わらず、比較的利用されていない物理
ページを外部記憶装置１に戻して、空き物理ページ４８
を作る処理である。

【００６０】ステップＳ２６又はステップＳ２７の処理
の終了後、処理をステップＳ２０に戻す。従って、制御
テーブル２３を一つ削除し，又はページアウト処理を行
っても尚空き物理ページが不足している場合には、この
ステップＳ２４乃至ステップＳ２７の作業を繰り返すこ
とになる。

【００６１】図５に戻り、続くステップＳ０４では、プ
ログラムキャッシュ空間２４に新規の（空いている）物
理ページ４８を取り付ける。次に、ステップＳ０５にお
いて、プロセスから起動要求のあったプログラム（命令
部，データ部，及びテーブルを含む。）を、外部記憶装
置１から読み込んで、取り付けた物理ページ４８に格納
する。

【００６２】次に、ステップＳ０６において、ハッシュ
リンクフィールド４５，４６を適切な値に設定して、獲
得した制御テーブル２３をハッシュ構造内サブリスト４
７に取り付ける。また、リンクフィールド２５，２６を
適切な値に設定して、この制御テーブル２３を使用中制
御テーブルリスト２１の先頭にも取り付ける。さらに、
ステップＳ０５にて読み込んだプログラムの内容に従っ
て、制御テーブル２３内の残り全ての管理情報をセット
する。

【００６３】次に、ステップＳ０７において、プロセス
から要求された配置アドレスが命令域配置アドレス情報
４２及びデータ域配置アドレス情報４３と一致するか否
かに基づいて、プログラムの再配置が必要か否かをチェ
ックする。要求された配置アドレスが命令域配置アドレ
ス情報４２及びデータ域配置アドレス情報４３と一致し
ない場合、再配置が必要である。従って、続くステップ
Ｓ０８において、プログラムキャッシュ空間２４上で、
再配置処理を実行する。再配置処理を行った場合、命令
域配置アドレス情報４２，データ域配置アドレス情報４
３を配置先アドレスに見合うように変更することによ
り、次回同じプログラムの起動があった場合に備える。

【００６４】一方、ステップＳ０７にて一致すると判断
した場合には、ステップＳ０８の再配置処理をジャンプ
する。次に、ステップＳ０９において、結合情報テーブ
ル３６を参照し、システムライブラリＡとの結合処理が
必要であるかをチェックする。結合処理が必要である場
合には、続くステップＳ１０において、プログラムキャ
ッシュ空間２４上で、システムライブラリＡとの結合処
理を実行する。一方、ステップＳ０９にて結合処理が必
要ないと判断した場合には、ステップＳ１０の結合処理
をジャンプする。何れにしても、次に処理をステップＳ
１５に進める。

【００６５】ステップＳ０２において、ステップＳ０１
にて変換された位置識別情報がハッシュテーブル２２を
たどってハッシュ構造内サブリスト４７中に見つかった
場合、ステップＳ１１において、使用中制御テーブルリ
スト２１内におけるその制御テーブル２３の位置を、現
在の位置から先頭の位置に変更する。

【００６６】次に、ステップＳ１２において、この制御
テーブル２３に対応するプログラムキャッシュ２４上の
プログラムに対応する物理ページ群４８を、プログラム
キャッシュ空間２４に、コピーオンライトの手段で取り
付け直す。但し、前回のプログラム起動時においては、
この物理ページ群４８とプログラムキャッシュ空間との
対応関係を解除していない。従って、実際には物理ペー
ジ４８を参照可能とするとともに書き込み禁止として、
コピーオンライトの手段の為の設定を行うだけである。
従って、外部記憶装置１からの読み込みは行わない。こ
の場合、取り付け直した物理ページ群４８が他のプロセ
スによって現に使用中であれば、この他のプロセスの固
有空間２ａとプログラムキャッシュ空間２４との間で当
該物理ページ群４８を共有することになる。これに対し
て、取り付け直した物理ページ群４８が他のプロセスに
よって現に使用中でなければ、プロセス空間２ａとの共
有関係は生じない。

【００６７】次に、ステップＳ１３において、プロセス
から要求された配置アドレスが命令域配置アドレス情報
４２及びデータ域配置アドレス情報４３と一致するか否
かに基づいて、プログラムの再配置が必要か否かをチェ
ックする。要求された配置アドレスが命令域配置アドレ
ス情報４２及びデータ域配置アドレス情報４３と一致し
ない場合、再配置が必要である。従って、続くステップ
Ｓ１４において、プログラムキャッシュ空間２４上で、
再配置処理を実行する。再配置処理を行った場合、命令
域配置アドレス情報４２，データ域配置アドレス情報４
３を配置先アドレスに見合うように変更する。一方、ス
テップＳ１３にて一致すると判断した場合には、ステッ
プＳ１４の再配置処理をジャンプする。何れにしても、
次に処理をステップＳ１５に進める。

【００６８】ハッシュ構造２２に見つからなかった場
合，及び見つかった場合ともに、ステップＳ１５におい
て、プログラムキャッシュ２４上のプログラムに対応す
る物理ページ群４８を、プロセス空間２ａに、コピーオ
ンライトの手段で取り付ける。このとき、ステップＳ１
２において既に他のプロセスの固有空間２ａとの間で物
理ページ４８を（コピーを実行することなく）共有して
いるのであれば、このステップＳ１５の処理により、二
つのプロセス空間２ａとプログラムキャッシュ空間２４
との３者で同一の物理ページ４８を共有することにな
る。

【００６９】続くステップＳ１６において、当該プロセ
スに固有のライブラリとの結合処理が必要か否かをチェ
ックする。この結合処置が必要である場合には、ステッ
プＳ１７において、プロセス空間上で結合処理を行う。
この結合が不要な場合には、このステップＳ１７の処理
をジャンプする。

【００７０】次に、ステップＳ１８において、プログラ
ムキャッシュ空間２４から、コピーオンライトの手段で
取り付けた物理ページ群を取り外す。但し、これはプロ
グラムキャッシュ空間２４からの当該物理ページの参照
を不可能とするだけであり、空間との対応関係を解除す
る訳ではない。

【００７１】次に、ステップＳ１９において、プログラ
ム起動要求をしたプロセスに、制御を渡す。その後、こ
の図５の処理フローを終了する。図７は、図５の処理フ
ローのステップＳ０８及びステップＳ１４において実行
される再配置処理のサブルーチンの内容を示すフローチ
ャートである。

【００７２】この処理では、最初に、コンパイル時点で
配置されると仮定される命令部の配置アドレスＩＡ１，
及びデータ部の配置アドレスＤＡ１を得る（ステップＳ
３０）。但し、当該プログラムの前回起動処理において
再配置が行われている場合には、再配置された結果の配
置アドレスが、ここで用いる配置アドレスＩＡ１，ＤＡ
１になる。

【００７３】次に、プロセスより要求された命令部の配
置アドレスＩＡ２，及びデータ部の配置アドレスＤＡ２
を得る（ステップＳ３１）。この配置アドレスＩＡ２，
ＤＡ２が次回の起動処理における配置アドレスＩＡ１，
ＤＡ１になるので、これらを制御テーブル３２において
記憶していなければならない。制御テーブル２３におけ
る命令域配置アドレス情報４２は、この配置アドレスＩ
Ａ１（前回のＩＡ２）を記憶するものであり、データ域
配置アドレス情報４３は、この配置アドレスＤＡ１（前
回のＤＡ２）を記憶するものである。

【００７４】次に、配置アドレスＩＡ１と配置アドレス
ＩＡ２を比較する（ステップＳ３２）。そして、両者が
相異なっている場合には、命令部の再配置処理を実行す
る（ステップＳ３３）。一方、両者が同一である場合に
は、ステップＳ３３の処理をジャンプする。

【００７５】次に、配置アドレスＤＡ１と配置アドレス
ＤＡ２を比較する（ステップＳ３４）。そして、両者が
相異なっている場合には、命令部の再配置処理を実行す
る（ステップＳ３５）。一方、両者が同一である場合に
は、ステップＳ３５の処理をジャンプする。この後、こ
の図７のサブルーチンをリターンする。

【００７６】図８は、図７の処理フローのステップＳ３
３及びステップＳ３５において実行される命令部（又は
データ部）再配置処理のサブルーチンの内容を示すフロ
ーチャートである。ステップＳ３３においてこのサブル
ーチンが呼び出されたときには、命令部に関してこの処
理が実行され、ステップＳ３５においてこのサブルーチ
ンが呼び出されたときには、データ部に関してこの処理
が実行される。

【００７７】この処理では、最初に、図１１（ｄ）に示
した命令部（又はデータ部）再配置テーブルの先頭エン
トリを参照する（ステップＳ４０）。次に、このエント
リの最上位ビットが“０”であるか“１”であるかをチ
ェックする（ステップＳ４１）。“０”の場合は命令部
についての再配置情報であるから、“ＩＡ２−ＩＡ１”
の値を変位Ｘとする（ステップＳ４２）。“１”の場合
はデータ部についての再配置情報であるから、“ＤＡ２
−ＤＡ１”の値を変位Ｘとする（ステップＳ４３）。

【００７８】次に、このエントリの下位３１ビットを処
理位置Ｗとする（ステップＳ４４）。次に、命令部（又
はデータ部）の先頭からＷバイト目より４バイトの値
に、変位Ｘを加算する（ステップＳ４５）。

【００７９】次に、再配置テーブルの最後まで処理を行
ったかどうかをチェックする（ステップＳ４６）。そし
て、未だ終わっていないのであれば、次のエントリに進
め（ステップＳ４７）、処理をステップＳ４１に戻す。
このループを繰り返した結果、再配置テーブルの最後ま
で処理を行った場合には（ステップＳ４６）、この図８
の処理をリターンしする。

【００８０】図９は、図５の処理フローのステップＳ１
０において実行されるシステムライブラリＡとの結合処
理のサブルーチンの内容を示すフローチャートである。
この処理では、最初に、図１２（ｄ）に示す結合テーブ
ルの先頭エントリを参照する（ステップＳ５０）。

【００８１】次に、図１２（ｅ）に示すシステムライブ
ラリの入り口情報テーブルを調べ、結合テーブルの当該
エントリ内のシンボル文字列と一致するシンボル文字列
を持つ入口情報を探す（ステップＳ５１）。一致する入
口情報がない場合には、結合テーブルの次のエントリを
参照して（ステップＳ５８）、処理をステップＳ５１に
戻す。

【００８２】一致する入口情報があった場合には、結合
テーブルに記載された命令部内処理数をＮとする（ステ
ップＳ５３）。続いて、命令部における結合処理を実行
する（ステップＳ５４）。

【００８３】次に、結合テーブルに記載されたデータ部
内処理数をＮとする（ステップＳ５５）。続いて、デー
タ部における結合処理を実行する（ステップＳ５６）。
次に、結合テーブルの最後のエントリまで処理を終了し
たかどうかをチェックする（ステップＳ５７）。処理が
終わっていない場合には、結合テーブルの次のエントリ
を参照して（ステップＳ５８）、処理をステップＳ５１
に戻す。

【００８４】以上のループを繰り返した結果、結合テー
ブルの最後のエントリまで処理を終了した場合には（ス
テップＳ５７）、この図９の処理をリターンする。図１
０は、図９の処理フローにおけるステップＳ５４及びス
テップＳ５６において実行される命令部（又はデータ
部）結合処理のサブルーチンの内容を示すフローチャー
トである。ステップＳ５４においてこのサブルーチンが
呼び出されたときには、命令部に関してこの処理が実行
され、ステップＳ５６においてこのサブルーチンが呼び
出されたときには、データ部に関してこの処理が実行さ
れる。

【００８５】この処理では、最初に、処理数Ｎが“０”
になったかどうかをチェックする（ステップＳ６０）。
初めてこのステップに入ってきたときには、ステップＳ
５３又はステップＳ５５で設定されたＮの値がチェック
対象となる。

【００８６】処理数Ｎが“０”でない場合には、結合テ
ーブルの当該エントリより、処理位置を一つ取り出し、
これをＷとする（ステップＳ６１）。次に、命令部（又
はデータ部）の先頭からＷバイト目より４バイトに、ス
テップＳ５１で探し出した入口情報に含まれる入口アド
レスを書き込む（ステップＳ６２）。

【００８７】次に、Ｎを１デクリメントした値を、新た
なＮの値として（ステップＳ６３）、処理をステップＳ
６０に戻す。以上のループを繰り返した結果処理数Ｎが
“０”になった場合には（ステップＳ６０）、この図１
０のサブルーチンをリターンする。

【００８８】なお、システムの動作中、任意のプロセス
から物理ページ４８の獲得が要求された場合には、図１
３の処理を行う。この図１３の処理では、図６における
ステップＳ２０，及びステップＳ２４乃至２７と同様の
処理を行っている。

【００８９】即ち、最初に、プロセスが要求した要求量
分の空き物理ページ４８があるか否かをチェックする
（ステップＳ７０）。要求量分の空き物理ページがない
場合には、プログラムキャッシュ空間２４上に、削除可
能なプログラムが存在するか否かをチェックする（ステ
ップＳ７２）。削除可能なプログラムが存在する場合に
は、処理をステップＳ７３に進める。

【００９０】このステップＳ７３では、使用中制御テー
ブルリスト２１の最後に繋がれている制御テーブル２３
を一つ選択する。そして、対応するプログラム空間に取
り付けられている物理ページ（プログラムキャッシュ空
間からは参照できない状態で取り付いている物理ペー
ジ）４８を全て解放して、空き物理ページを作る。さら
に、選択した制御テーブル２３を、ハッシュ構造内サブ
リスト４７及び使用中制御テーブルリスト２１から外
し、空き制御テーブルリスト２０に繋げる。

【００９１】一方、削除可能なプログラムが存在しない
場合には（ステップＳ７４）、ページアウト処理を実行
することにより空き物理ページ４８を作る（ステップＳ
７４）。このページアウト処理とは、メモリ２の論理空
間上の位置如何に拘わらず、比較的利用されていない物
理ページ４８を外部記憶装置１に戻して、空き物理ペー
ジ４８を作る処理である。

【００９２】ステップＳ７３又はステップＳ７４の処理
の終了後、処理をステップＳ７０に戻す。従って、制御
テーブル２３を一つを削除するかページアウト処理を行
うかしても、尚空き物理ページが不足している場合に
は、このステップＳ７２乃至ステップＳ７４の作業を繰
り返すことになる。

【００９３】以上の処理の結果要求数分の空き物理ペー
ジ４８を獲得できた場合，又は最初から要求数分の空き
物理ページ４８があった場合には（ステップＳ７０）、
空き物理ページ４８を要求してきたプロセスのプロセス
空間２ａに割り当てる。その後、この図１３の処理を終
了する。

【００９４】また、システムの動作中、プログラムキャ
ッシュ２４内に存在するプログラムが外部記憶装置１上
で削除又は更新された場合には、このプログラムの装置
上位置識別情報２７に従ってハッシュテーブル２２を検
索し、そのプログラムが見つかった場合のみ、プログラ
ムキャッシュ空間２４上から対応するプログラムを削除
する。即ち、物理ページ４８との対応関係を解除し、空
き物理ページ４８を得る。削除後、制御テーブル２３は
空きリスト２０へ戻す。

【００９５】次に、以上のように構成された第１実施例
によるプログラムキャッシュ装置を用いた場合のプログ
ラムキャッシュ空間２４，プロセス空間２ａ，及び物理
ページ群の関係の変化を、図１４を用いて説明する。

【００９６】図１４（ａ）は、プログラムの初回起動が
行われた場合の状態である。第１のプロセスからプログ
ラムの起動が要求された際、ＯＳはプログラムキャッシ
ュ空間２４を調べる。そして、キャッシュ空間２４に当
該プログラムが存在しない場合、プログラムキャッシュ
空間２４に新規の物理ページ群４８を取り付ける。ま
た、外部記憶装置１より当該プログラムの命令部，デー
タ部，及びテーブル部を読み込む。この時点で、必要に
応じて、再配置処理及びシステムライブラリＡとの結合
処理を、プログラムキャッシュ空間２４上において行
う。物理ページ群４８のうち命令部及びデータ部を書き
込んだもの（４８（Ｘ））のみ、コピーオンライトの手
段により第１のプロセスのプロセス空間２ａヘ取り付け
る。その後、プログラムキャッシュ空間２４から、この
物理ページ群（Ｘ）４８を取り外す。このとき物理ペー
ジ４８は参照不可能とするのみで、空間との対応関係は
解除しない。また、物理ページ４８の解放も行わない。
なお、第１のプロセスに固有の結合処理を行う場合、即
ち、第１のプロセス空間２ａに既に読み込まれている別
のプログラムと当該プログラムを結合するためにプロセ
ス空間２ａ上のプログラムの命令部及びデータ部に点在
するアドレス情報を書き換える場合は、この時点でプロ
セス空間２ａ上で書き変える。

【００９７】図１４（ｂ）は、プログラムの再起動が行
われた場合の状態である。第１のプロセス空間２ａと第
２のプロセス空間２ａとの同一性は問わない。第２のプ
ロセス空間２ａにおける前回起動のプログラムと同じプ
ログラムの再起動が要求された場合は、物理ページ群
（Ｘ）４８をコピーオンライトの手段でプログラムキャ
ッシュ空間２４に取り付け直す。実際には空間との対応
関係は解除していないため、物理ページ４８の参照を可
能とし、コピーオンライトの手段の為の設定を行うだけ
である。従って、外部記憶装置１からの読み込みは行わ
ない。また、再起動時のプロセス空間２ａ上での配置ア
ドレスが前回起動時と異なることになる場合は、プログ
ラムキャッシュ空間２４上で再配置処理を行うが、同一
である場合には行わない。しかる後に、物理ページ群
（Ｘ）４８をコピーオンライトの手段で第２のプロセス
のプロセス空間２ａに取り付ける。最後に、プログラム
キャッシュ空間２４から物理ページ群（Ｘ）４８を取り
外す。このときページは参照不可能とするのみで、空間
との対応関係は解除しない。また、物理ページの解放も
行わない。なお、第２プロセスに固有の結合処理を行う
場合、即ち、第２のプロセス空間２ａに既に読み込まれ
ている別のプログラムと当該プログラムを結合するため
に、第２プロセス空間２ａ上のプログラムの命令部及び
データ部に点在するアドレス情報を書き換える場合は、
この時点で第２のプロセス空間２ａ上で書き変えを行
う。

【００９８】このように、プログラムが再起動され、同
じ配置アドレスである場合には、初回起動時と同じ物理
ページ群４８が使用されるため、キャッシュの目的で物
理ページ４８を常に二重に消費してしまうということが
なく、メモリ２の利用効率が上がる。即ち、初回起動時
において再配置処理及びシステムライブラリとの結合処
理を済ませた物理ページ群４８を、再起動時において使
用する。従って、初回起動時とと同じ再配置処理を再起
動時においても必ず実行しなければならないという事は
なく、そのため、物理ページ４８を常に二重に消費する
ことが回避され、また、処理効率も改善されるのであ
る。また、システムライブラリＡと起動したプログラム
を結合する場合についても、同様の作用がある。即ち、
キャッシュの目的で物理ページ４８を二重に消費してし
まうようなことがない。また、初回起動時と同じ処理を
再起同時にも実行する必要がなく、処理効率が改善され
る。

【００９９】図１４（ｃ）は、第２のプロセスからのプ
ログラムの再起動時に、未だ第１のプロセスによるプロ
グラムの実行が終了していない場合（物理ページ群
（Ｘ）の使用が終了していない場合）で、かつ、配置ア
ドレスが同じであった場合である。この場合、物理ペー
ジ群（Ｘ）４８は、第１のプロセス空間２ａ，第２のプ
ロセス空間２ａ，及びプログラムキャッシュ空間２４の
間で共有される事になる。

【０１００】図１４（ｄ）は、第２のプロセスからのプ
ログラムの再起動時に、未だ第１のプロセスによるプロ
グラムの実行が終了していない場合（物理ページ群
（Ｘ）の使用が終了していない場合）で、かつ、配置ア
ドレスが異なる場合である。この場合、物理ページ群
（Ｘ）４８はプログラムキャッシュ空間２４上において
コピーオンライトの手段により取り付けられているた
め、再配置処理終了後には、コピーオンライトの手段に
より、別の物理ページ群（Ｙ）４８となる。その後、第
２のプロセスのプロセス空間２ａに取り付けられる。

【０１０１】図１４（ｅ）は、プロセスに固有の結合処
置を行う場合、即ち、第１のプロセス空間２ａに既に読
み込まれている別のプログラムと当該プログラムと
を結合するために、プロセス空間２ａ上に取り付けられ
た当該プログラムの命令部及びデータ部に点在するア
ドレス情報を、プログラムの命令又はデータを参照す
るように書き換える場合である。このとき、当該プログ
ラムに対応する物理ページ群（Ｘ）４８は、コピーオ
ンライトの手段により第１のプロセス空間２ａに取り付
けている。そのため、上記プロセス固有の結合処理によ
って書き替えられた箇所に対応する部分の物理ページ４
８ついては、コピーが実行されて別の物理ページ４９と
なる。

【０１０２】図１４（ｆ）は、プロセスが当該プログラ
ムを実行することにより、第１のプロセス空間２ａに取
り付けられたプログラムのデータを書き替える場合であ
る。このとき書き替えたデータに対応する物理ページ４
８についても、同様に、コピーが実行されて別の物理ペ
ージ４９となる。

【０１０３】上記第１実施例では、物理ページ４８を直
接プロセス空間２ａに取り付けているが、実際には第１
のプロセスと第２のプロセスとで同一のプログラムを共
用する場合もあるため、起動中のプログラムを管理する
機構を設けた上で、その機構を通してプロセス空間２ａ
に取り付けるようにしても良い。

【０１０４】また、上記第１実施例では、従来行われて
いる「ページキャッシュ」との関連について述べていな
いが、再配置処理やシステムライブラリとの結合処理が
不要な場合には、ページキャッシュを使用した制御を行
い、再配置処理やシステムライブラリとの結合処理が必
要な場合のみプログラムキャッシュを使用した制御を行
っても良い。このようにすれば、プログラム中の不必要
な部分はキャッシュ空間２４に読み込まなくて済むの
で、処理を効率的に行うことができる。

【０１０５】

【実施例２】第２実施例の目的は、以下に示す通りであ
る。即ち、従来のページキャッシュ方式では、一個のプ
ログラムが一定の処理期間において複数回起動されるの
であれば、外部記憶装置にアクセスするＩ／Ｏ処理の回
数を減らすことになるので、高速な処理を可能とする効
果を得ることができる。しかしながら、一個のプログラ
ムが一定の処理期間（例えば、一旦キャッシュに当該プ
ログラムが書き込まれてから、キャッシュ上から掃き出
されるまでの期間）内において複数回起動されないので
あれば、このような効果を享受することはできない。し
かも、この様なプログラムは、システムに電源を投入し
てから始めて実行する際にキャッシュ上に存在しないの
はもちろん、一旦実行を行ったためにキャッシュ上に書
き込まれたとしても、後から実行されるプログラムが逐
次キャッシュ上に書き込まれるに従い、キャッシュ上か
ら掃き出されてしまう。従って、このような状態で当該
プログラムを実行するには、外部記憶装置上から当該プ
ログラムを読み出さなければならない。従って、外部記
憶装置がハードディスク装置のような機械走査型の記憶
装置であるとすると、通常のデータ転送時間以外にヘッ
ドのシーク量の分だけ余計に時間が掛かってしまうが、
特にこのようなプログラムを一定の処理期間に多数個実
行しなければならないような場合では、これらのプログ
ラムが通常外部記憶装置上の別々の位置に配置されてい
ることから、プログラムが多数であるほどシーク量のオ
ーバーヘッドが増加してしまう問題があった。第２実施
例は、このような従来の問題点を解決することを目的と
しているのである。

【０１０６】この第２実施例は、上述の第１実施例と同
じ構成を有し、また、同じ制御を行う。但し、第１実施
例の退避復元ファイルＣに代わり、本第２実施例では退
避復元ファイルＤが外部記憶装置１内に備えられてい
る。この退避復元ファイルＤは、その機能の点におい
て、退避復元ファイルＣとの間に差異を有している。ま
た、この退避復元ファイルＤを備えたことにより、中央
演算処理装置３でＯＳにより実行される処理が追加され
ている。

【０１０７】図１５は、この外部記憶装置１上の物理的
に連続した記憶位置に形成される退避復元ファイルＤの
構造を示している。この退避復元ファイルＤは、先頭か
ら順に、管理情報域５１，制御テーブル格納域５２，及
びプログラム格納域５３を備えている。この管理情報域
５１には、退避復元ファイルＤへ格納するプログラムの
数や、プログラムの復元時に必要となるプログラムキャ
ッシュ空間２４上のページ数等の情報を格納する。制御
テーブル格納域５２には、退避復元ファイルＤに格納す
べき全てのプログラムに対応する制御テーブル２３を格
納する。プログラム格納域５３には、制御テーブル格納
域５２に格納されている制御テーブル２３の順番と同じ
順番で、これらに対応するプログラムを格納する。な
お、この退避復元ファイルＤは、この中に格納すべきプ
ログラムがあった場合に初めて作成される。従って、こ
の外部記憶装置１からコンピュータを最初に起動する時
には、未だ作成されていないので、外部記憶装置１内に
退避復元ファイルＤは存在していない。

【０１０８】図１６及び図１７は、この第２実施例で追
加された高速実行方法処理フローの内容を示す。この処
理は、ＯＳにより中央処理装置３で実行される処理であ
り、ＩＰＬ（ｉｎｉｔｉａｌ ｐｒｏｇｒａｍ ｌｏｄ
ｅｒ）の制御を実行する際に、その制御開始時点におい
て図１６の処理が実行され、その制御終了時点において
図１７の処理が実行される。なお、このＩＰＬの制御と
は、コンピュータの立ち上げの際に最初にプログラムを
読み込むための制御であり、システムによっては一定処
理区間（期間）内に、１００個以上もののプログラムが
連続して実行される制御である。

【０１０９】先ず、ＩＰＬの制御開始時点において実行
される図１６の処理では、最初にステップＳ８１におい
て、退避復元ファイルＤが存在するか否かをチェックす
る。上述したように、この外部記憶装置１からコンピュ
ータを最初に起動するときや、外部記憶装置１を初期化
した場合には、退避復元ファイルＤは外部記憶装置１内
に存在していない。この場合には、何もしないでそのま
ま処理を終了する。従って、この後実行されるＩＰＬの
制御においては、外部記憶装置１からプログラムを逐一
読み出して実行していかなければならない。

【０１１０】一方、一旦図１７の処理を経ることによ
り、外部記憶装置１内には退避復元ファイルＤが作成さ
れる。従って、以後ＩＰＬの制御開始時点において実行
される図１６の処理では、ステップＳ８１において退避
復元ファイルＤが存在すると判断する。この場合には、
処理をステップＳ８２に進める。

【０１１１】ステップＳ８２では、退避復元ファイルＤ
の管理情報域５１を参照する。そして、この退避復元フ
ァイルＤに収容されている全プログラムに必要な個数分
の制御テーブル２３を、空き制御テーブルリスト２０か
ら獲得する。但し、空き制御テーブルリスト２０内の制
御テーブル２３が不足する場合には、使用中制御テーブ
ルリスト２１の最後から、順次、制御テーブル２３を獲
得するとともに、これに対応するプログラムをプログラ
ムキャッシュ空間２４から削除する。そして、必要個数
分の制御テーブル２３が得られるまで、この操作を繰り
返す。以上の結果必要個数分の制御テーブル２３が得ら
れたならば、退避復元ファイルＤの制御テーブル格納域
５２から制御テーブル２３の内容を全て読み出し、これ
らをシステム共通空間２ｂ上に獲得された各制御テーブ
ル２３に書き込む。そして、書き込みの済んだ制御テー
ブル２３を、使用中制御テーブルリスト２１とハッシュ
テーブル２２に繋げる。なお、プログラムキャッシュ空
間２４には、退避復元ファイルＤに収容されている全プ
ログラムを書き込むのに必要な個数分の物理ページ４８
を、取り付ける。但し、物理ページ４８が不足する場合
には、制御テーブル２３が不足した場合と同様に処理す
ることにより、必要個数分の物理ページ４８を得る。以
上の様にして獲得した物理ページ４８には、プログラム
キャッシュ空間２４を通して、退避復元ファイル４８の
プログラム格納域５３から読み出されたプログラムが書
き込まれる。その後、先に読み込んだ全ての制御テーブ
ル２３内の管理情報中の、命令域ポインタ２９，データ
域ポインタ３２，結合情報テーブルポインタ３５，及び
再配置情報ポインタ３８の各々の値を、プログラムキャ
ッシュ空間２４上のそれぞれ対応する命令域３０，デー
タ域３３，結合情報テーブル３６，及び再配置情報テー
ブル３９をポイントするように設定する。

【０１１２】以上のステップＳ８２の処理を済ませた後
で、この図１６の処理を終了する。従って、この後実行
されるＩＰＬの制御においては、ステップＳ８２により
一括して復元されてプログラムキャッシュ空間２４上に
書き込まれたプログラムを、順番に実行するだけで済
む。

【０１１３】次に、ＩＰＬの制御終了時点において実行
される図１７の処理では、最初にステップＳ９１におい
て、ＩＰＬ制御の開始時点で退避復元ファイルＤが外部
記憶装置１上に存在していたかどうかをチェックする。
存在していなかった場合には、処理をステップＳ９２に
進める。ところで、ＩＰＬ制御の処理区間中で物理ペー
ジ４８の不足等が発生しなかったのであれば、制御終了
時点において、プログラムキャッシュ空間２４には、そ
のＩＰＬ制御の処理区間で起動された全てのプログラム
が格納されているはずである。従って、ステップＳ９２
では、外部記憶装置１内に退避復元ファイルＤを作成
し、プログラムキャッシュ空間２４に記憶されている全
プログラム，及びこれらプログラムに対応する制御テー
ブル２３を、この退避復元ファイルＤの中に一括退避さ
せる。これと同時に、管理情報域５１にその他の情報を
適宜書き込む。この後、図１７の処理を終了する。

【０１１４】また、ステップＳ９１において退避復元フ
ァイルＤが存在していたと判断した時は、既に退避復元
ファイルＤの作成は済んでいるので、処理をそのまま終
了させる。

【０１１５】次に、以上のように構成された第２実施例
によるプログラムキャッシュ装置を用いた場合の、プロ
グラムＰの読み出し及び実行，プログラムキャッシュへ
の蓄積，一括退避，一括復元，並びに高速起動の関係の
変化を、図１８のタイムに従って説明する。

【０１１６】図１８において、太線α，βは、ＩＰＬ制
御の処理区間を示している。このうち、図１８（ａ）に
おける太線αは、ＩＰＬ制御を最初に実行する場合の動
作である。この場合、制御開始時点において、外部記憶
装置１上に退避復元ファイルＤは存在していない。従っ
て、ＯＳは、処理区間αで実行されるプログラム群Ｐを
外部記憶装置１から読み込んで実行すると共に、全てプ
ログラムキャッシング空間２４へ格納する。制御終了時
点において、処理区間αで起動されてプログラムキャッ
シング空間２４に格納されたプログラム群Ｐを、それら
の管理情報と共に、全て退避復元ファイルＤに格納す
る。

【０１１７】また、図１８（ｂ）における太線βは、Ｉ
ＰＬ制御を再実行する場合の動作である。この場合、制
御開始時点において、外部記憶装置１上に退避復元ファ
イルＤは存在している。従って、ＯＳは、退避復元ファ
イルＤに格納されている全てのプログラム群Ｐを、それ
ら管理情報と共に、プログラムキャッシング空間２４に
格納する。処理区間βで実行されるプログラム群Ｐは、
全て又は殆どが、プログラムキャッシング空間２４に格
納されている。従って、外部記憶装置１からプログラム
を読み込まずに、当該空間２４からプログラムＰを起動
して、ＩＰＬ制御を実行する。

【０１１８】なお、ＩＰＬ制御を行うプログラム群Ｐ又
はこのプログラム群Ｐの動作環境を変更した場合、現に
外部記憶装置１に存在している退避復元ファイルＤを削
除する。この場合は、改めて図１８（ａ）の初回実行時
の動作が行われる。

【０１１９】以上のように、この第２実施例では、多数
のプログラムが起動されるＩＰＬ制御のような一定期間
内の区間処理においても、外部記憶装置１からの読み込
みは一回で済む。従って、これら個々のプログラムが外
部記憶装置１上の別々の位置に配置されていることから
発生するシーク量が全くなくなる。また、Ｉ／Ｏ要求処
理も要求処理も一回で済むため、中央処理装置３の処理
負担も軽減される。このため、処理区間に要する時間を
大幅に短縮できる。

【０１２０】この高速動作は、上述したようにして退避
復元ファイルＤを削除しない限り、たとえ電源を一旦切
断した場合でも可能である。なお、上記第２実施例で
は、区間処理としてＩＰＬ制御を例示しているが、それ
以外の区間処理にこの第２実施例の制御を適用しても良
い。

【０１２１】また、上記第２実施例では、処理区間の制
御開始時点において、外部記憶装置１上の退避復元ファ
イルＤが存在しない場合は何もしないとしている。しか
し、この時点において、全ての制御テーブル２３を使用
中制御テーブルリスト２１から外し、プログラムキャッ
シュ空間２４からも全ての物理ページ４８を解放する様
にしても良い。このようにすれば、外部記憶装置１から
読み出したプログラムＰをプログラムキャッシュ空間２
４上に格納する場合に、当該空間上の連続した位置にプ
ログラムＰが格納されて存在する事になる。従って、退
避復元ファイルＤに一括退避させる際に、その書き込み
処理を簡略化する事ができる。

【０１２２】同様に、処理区間の制御開始時点におい
て、外部記憶装置１上に退避復元ファイルＤが存在する
場合にも、全ての制御テーブル２３を使用中制御テーブ
ルリスト２１から外し、プログラムキャッシュ空間２４
からも全ての物理ページ４８を解放する様にしても良
い。このようにすれば、外部記憶装置１から読み出した
プログラムＰをプログラムキャッシュ空間２４上に一括
復元する場合に、当該空間上の連続した位置にプログラ
ムを格納することができる。従って、その退避復元ファ
イルＤからの読み込み処理を簡略化する事ができる。

【０１２３】

【効果】以上説明した本発明のプログラムキャッシュ装
置によれば、コピーオンライトによって物理ページをコ
ピーしてメモリを二重に使用することを最小限に留め、
メモリの利用効率を上げることができる。

【０１２４】また、請求項１１によれば、プログラムキ
ャッシュ空間に格納されている全プログラムを一括して
格納するファイルを備えたために、多数のプログラムか
らなる大規模なソフトウェアを分割することによる性能
的デメリットがなくなり、ソフトウェアの分割開発及び
分割保守を容易とする効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の概要を示す概要図

【図２】 本発明の第１実施例によるプログラムキャ
ッシュ装置のブロック図

【図３】 図２におけるメモリ２のメモリ空間を詳細
に示した図

【図４】 図３におけるシステム共通空間２ｂを詳細
に示した図

【図５】 本発明の第１実施例によるプログラムキャ
ッシュ装置において実行されるキャッシュ制御を示すフ
ローチャート

【図６】 図５におけるステップＳ０３において実行
される制御テーブルの獲得処理のサブルーチンの内容を
示すフローチャート

【図７】 図５におけるステップＳ０８及びステップ
Ｓ１４において実行される再配置処理のサブルーチンの
内容を示すフローチャート

【図８】 図７におけるステップＳ３３及びステップ
Ｓ３５において実行される命令部（又はデータ部）再配
置処理のサブルーチンの内容を示すフローチャート

【図９】 図５におけるステップＳ１０において実行
されるシステムライブラリとの結合処理のサブルーチン
の内容を示すフローチャート

【図１０】 図９におけるステップＳ５４及びステップ
Ｓ５６において実行される命令部（又はデータ部）結合
処理のサブルーチンの内容を示すフローチャート

【図１１】 本発明の第１実施例における再配置処理の
説明図

【図１２】 本発明の第１実施例におけるシステムライ
ブラリとの結合処理の説明図

【図１３】 本発明の第１実施例におけるプログラムキ
ャッシュ装置において、任意のプロセスから物理ページ
の獲得要求があった場合の処理を示すフローチャート

【図１４】 本発明の第１実施例の作用を示す図

【図１５】 本発明の第２実施例によるプログラムキャ
ッシュ装置における外部記憶装置の構成を示す図

【図１６】 本発明の第２実施例によるプログラムキャ
ッシュ装置において、 ＩＰＬ制御の開始
時点で実行されるプログラム一括復元処理を示
すフローチャート

【図１７】 本発明の第２実施例によるプログラムキャ
ッシュ装置において、 ＩＰＬ制御の終了
時点で実行されるプログラム一括退避処理を示
すフローチャート

【図１８】 本発明の第２実施例の作用を示すタイムチ
ャート

【符号の説明】

１ 外部記憶装置 ２ メモリ ２ａ プロセス空間 ３ 中央処理装置 ２４ プログラムキャッシュ空間 ４８ 物理ページ Ｄ 退避復元ファイル

フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ Ｇ０６Ｆ 9/46 ３４０ Ｇ０６Ｆ 12/08 ５６５ 9/06 ６４０Ｈ 9/50 ６２０Ｋ 12/08 ５６５ ６１０Ｊ (56)参考文献 特開 平７−160483（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−233307（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−3177（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−296822（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−36783（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−274224（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−40692（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−205535（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−195535（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−44140（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−273348（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−301844（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−116851（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−169243（ＪＰ，Ａ) 萩野達也、山岸欣也，ＴｏＭマイクロ カーネル，電子情報通信学会論文誌，日 本，社団法人電子情報通信学会，1992年 ８月25日，第Ｊ75−Ｄ−Ｉ巻，第８ 号，ｐ．555−562 萩野達也、山岸欣也，ＴｏＭマイクロ カーネル，電子情報通信学会技術研究報 告，日本，社団法人電子情報通信学会, 1992年 ３月23日，第91巻，第537号, （ＳＳ91−34〜39），ｐ．39−46 前川守、他，分散オペレーティングシ ステム ＵＮＩＸの次にくるもの，日 本，共立出版株式会社，1991年12月25 日，初版，ｐ．32−41 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/08 - 12/12 G06F 9/06 G06F 9/44 G06F 9/445 G06F 9/46 - 9/54

Claims (12)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】プログラムを格納する第１の記憶装置と、
   物理アドレスを各々与えられた複数の物理ページを有す
   る第２の記憶装置と、前記第１の記憶装置から前記プロ
   グラムを読み出して前記物理ページに記憶するとともに
   この物理ページのプログラムをアクセスして特定の処理
   を行う処理装置と、個々の前記物理アドレス値に対し
   て、第２種のアドレスとしての論理アドレスを関連付け
   る管理手段と、前記第２の記憶装置に記憶されたプログ
   ラム上のアドレス情報を変更するアドレス情報変更手段
   と前記物理ページ上に記憶されている前記プログラム
   を、他の物理ページ上にコピーするコピー手段とを有す
   るプログラムキャッシュ装置において、 前記第２の記憶装置は、前記論理アドレスの集合体とし
   てのメモリ論理空間を有し、 このメモリ論理空間は、第１の記憶装置から読み取った
   プログラムを格納するプログラムキャッシュ空間と、前
   記処理装置が実行するプログラムを格納するプロセス空
   間とを有し、 前記管理手段は、前記アドレス情報変更手段が前記アド
   レス情報の変更を行った後に、前記プログラムキャッシ
   ュ空間上に格納されているプログラムの論理アドレスに
   対応する前記物理ページの物理アドレスを、前記プロセ
   ス空間内の論理アドレスに対応付け、 前記コピー手段は、前記管理手段が前記物理アドレスの
   前記プロセス空間内の論理アドレスに対する対応付けを
   行った後で前記プログラムへの書き込みがあった場合
   に、前記物理ページの内容をコピーすることを特徴とす
   るプログラムキャッシュ装置。
2. 【請求項２】前記アドレス情報変更手段は、 前記プログラムキャッシュ空間上で、前記プログラム上
   のアドレス情報を変更することを特徴とする請求項１記
   載のプログラムキャッシュ装置。
3. 【請求項３】前記アドレス情報変更手段は、 前記プログラムとともに前記第１の記憶装置から前記プ
   ログラムキャッシュ空間に読み込まれたテーブルに従っ
   て、前記プログラム上のアドレス情報を変更することを
   特徴とする請求項１記載のプログラムキャッシュ装置。
4. 【請求項４】前記アドレス情報は、 前記プログラム内の他の場所に記載されているサブルー
   チン又はデータのアドレスであることを特徴とする請求
   項３記載のプログラムキャッシュ装置。
5. 【請求項５】前記アドレス情報は、 前記メモリ論理空間上の前記プログラムが格納されてい
   る場所以外の場所に格納されているサブルーチン又はデ
   ータのアドレスであることを特徴とする請求項３記載の
   プログラムキャッシュ装置。
6. 【請求項６】前記管理装置が前記物理アドレスの前記プ
   ロセス空間内の論理アドレスに対する対応付けを行った
   後における前記物理ページへの書き込みを禁止する書き
   込み禁止手段を、更に有することを特徴とする請求項１
   記載のプログラムキャッシュ装置。
7. 【請求項７】前記管理装置は、 前記コピー手段による前記物理ページのコピーがあった
   場合には、コピーの元になった物理ページの物理アドレ
   スをプログラムキャッシュ空間上の論理アドレスにのみ
   対応させ、コピーによる新しい物理ページの物理アドレ
   スをプロセス空間の論理アドレスにのみ対応させること
   を特徴とする請求項１記載のプログラムキャッシュ装
   置。
8. 【請求項８】前記第２の記憶手段の前記メモリ論理空間
   には、前記プログラムキャッシュ空間上に格納している
   プログラムの管理データを各々記載した制御テーブルが
   格納されていることを特徴とする請求項１記載のプログ
   ラムキャッシュ装置。
9. 【請求項９】前記処理装置は複数の実行単位を有し、こ
   の実行単位毎に前記プログラムに従った制御を行うとと
   もに、 前記第２の記憶装置は、前記処理装置の前記実行単位毎
   に前記プロセス空間を備えていることを特徴とする請求
   項１記載のプログラムキャッシュ装置。
10. 【請求項１０】前記アドレス情報変更手段は、 前記プロセス空間において前記プログラムが一度起動さ
    れ、この際に対応付けられた前記論理アドレスとは別の
    論理アドレスに対応付けるものとして再度同じ前記プロ
    グラムが起動された場合、若しくは、別の前記プロセス
    空間において別の前記論理アドレスに対応付けるものと
    して再度同じプログラムが起動された場合には、前記プ
    ログラムキャッシュ空間上で再度前記プログラム上のア
    ドレス情報を変更することを特徴とする請求項４記載の
    プログラムキャッシュ装置。
11. 【請求項１１】前記第１の記憶装置は、 前記第２の記憶装置のプログラムキャッシュ空間上に格
    納された複数のプログラムを一括して格納するファイル
    を有し、 前記処理装置は、 一定期間内に予め定められた複数のプログラムを連続し
    て実行するとともに、前記一定期間の満了時に前記プロ
    グラムキャッシュ空間に格納されている全プログラムを
    前記ファイル内に格納し、前記処理装置が要求した際に
    は前記ファイル内に格納されている全プログラムを前記
    プログラムキャッシュ空間に復元することを特徴とする
    請求項１記載のプログラムキャッシュ装置。
12. 【請求項１２】前記第２の記憶手段の前記メモリ論理空
    間には、前記プログラムキャッシュ空間上に格納してい
    るプログラムの管理データを各々記載した制御テーブル
    が格納されているとともに、 前記ファイルは、 前記複数のプログラムと共に、これらに対応する前記制
    御テーブルをも格納することを特徴とする請求項１１記
    載のプログラムキャッシュ装置。