WO2011061948A1 - プログラム、制御方法、並びに制御装置 - Google Patents

プログラム、制御方法、並びに制御装置 Download PDF

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WO2011061948A1
WO2011061948A1 PCT/JP2010/053628 JP2010053628W WO2011061948A1 WO 2011061948 A1 WO2011061948 A1 WO 2011061948A1 JP 2010053628 W JP2010053628 W JP 2010053628W WO 2011061948 A1 WO2011061948 A1 WO 2011061948A1
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page
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software
fault
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PCT/JP2010/053628
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English (en)
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橋本　健一
友裕 増渕
Original Assignee
株式会社ユビキタス
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    • G06F12/1045—Address translation using associative or pseudo-associative address translation means, e.g. translation look-aside buffer [TLB] associated with a data cache
    • G06F12/1063—Address translation using associative or pseudo-associative address translation means, e.g. translation look-aside buffer [TLB] associated with a data cache the data cache being concurrently virtually addressed

Definitions

  • the present invention relates to a program, a control method, and a control device, and more particularly, to a program, a control method, and a control device that are suitable for controlling activation of software.
  • Patent Document 1 describes that a CPU (central processing unit), I / O (input / output) register, and RAM (Random access memory) image after startup are stored in a hard disk drive (HDD) or flash memory. Has been. It is described that the stored RAM image is restored at the next startup, and then the CPU and I / O registers are reset. Patent Document 1 proposes to speed up the startup of the OS by starting up in this way. A technique called hibernation based on such a proposal has already been applied to personal computers.
  • HDD hard disk drive
  • the hibernation technique is also applied to embedded computers, for example, computers incorporated in electronic devices such as television receivers and hard disk recorders.
  • the OS When comparing the case where the OS is activated by applying hibernation and the case where the OS is activated normally, the OS can be activated more quickly by applying hibernation.
  • the RAM capacity increases, the size of the RAM image to be stored also increases, and the development time of the RAM image also increases at startup. As a result, high-speed startup becomes difficult as the capacity of the RAM increases.
  • Patent Document 2 proposes a method for starting execution of the OS before completing the transfer of all the hibernation images.
  • this method has a problem in that special hardware is installed and a page to be transferred in advance needs to be specified in advance, so that the cost is increased by the amount of the special hardware.
  • the present invention has been made in view of such a situation, and makes it possible to shorten the startup time.
  • a program rewrites a page table entry in a control device having a function of managing a memory so that a page fault occurs in all pages with respect to pages necessary for operation of predetermined software.
  • the page table entry includes a page fault, and sequentially reading the pages in which the page fault has occurred.
  • the page is a shared page shared by a plurality of tasks
  • a flag indicating whether or not the page fault has already been read is included as attribute information, and when the shared page is newly reserved for the existing page, Page descriptor corresponding to the newly allocated shared page Rewrite page fault to be generated even for the virtual memory address to ensure the shared pages newly allocated.
  • the page table entry can be rewritten, and the data, program code, table, page fault handler, interrupt vector, and register at the time of activation can be stored in the memory. .
  • the page table entry to be rewritten can be stored in a RAM, and the sequentially read pages can be stored in a nonvolatile memory.
  • a page table is configured so that a page fault occurs in all pages with respect to a page necessary for a predetermined software operation.
  • the page is a shared page shared by a plurality of tasks, including rewriting an entry and sequentially reading a page fault in the page table entry when the software is activated and the page fault occurs.
  • the page descriptor that manages the shared page includes, as attribute information, a flag indicating whether the page has already been read for the page in which the page fault has occurred, and the shared page is newly added to the existing page. If secured, the page corresponding to the newly secured shared page Rewrite the Isukuriputa, page fault to be generated even for the virtual memory address to ensure the shared pages newly allocated.
  • a control device rewrites a page table entry in a control device having a function of managing a memory so that a page fault occurs in all pages with respect to a page necessary for a predetermined software operation.
  • the flag indicating whether or not the page fault has already been read is included as attribute information in the page descriptor for managing the shared page, and the shared page is newly added to the existing page.
  • the newly secured shared page Rewrite the page descriptor, a page fault to be generated even for the virtual memory address to ensure the shared pages newly allocated.
  • the program, the control method, and the control device are such that a page table entry is rewritten so that a page fault occurs in all pages with respect to a page necessary for operation of predetermined software, and the software is started Sometimes a page fault occurs in a page table entry, and the pages with the page fault are read sequentially. If the page is a shared page shared by multiple tasks, the page descriptor that manages the shared page includes a flag indicating whether the page has already been read for the page where the page fault has occurred as attribute information. When a new shared page is secured for an existing page, the page descriptor corresponding to the newly secured shared page is rewritten, and the newly allocated shared page is allocated to the virtual memory address secured. Is controlled so that a page fault occurs.
  • the present invention is a technique for starting up software such as an OS (Operating System) or an application operating on a CPU (Central Processing Unit) equipped with a Memory Management Unit (hereinafter abbreviated as MMU) at high speed.
  • OS Operating System
  • CPU Central Processing Unit
  • MMU Memory Management Unit
  • the software that is the target of high-speed startup is started once in the usual way, and the RAM (Random Access Memory) image in that state is stored in a nonvolatile memory or the like.
  • the RAM image is stored in a nonvolatile memory or the like
  • the MMU table is rewritten so that a page fault occurs in all pages.
  • the target software has a page fault handler. When a page fault occurs, only the page where the page fault has occurred is loaded from the nonvolatile memory.
  • FIG. 1 is a diagram showing a configuration of an embodiment of an information processing apparatus to which the present invention is applied.
  • the information processing apparatus to which the present invention is applied can be applied not only to a personal computer (PC) but also to an apparatus having an embedded computer.
  • an apparatus including an embedded computer there are electronic devices such as a television receiver and a hard disk recorder.
  • a case where the present invention is applied to a hard disk recorder will be described as an example.
  • FIG. 1 is a diagram showing a configuration of a hard disk recorder as an information processing apparatus to which the present invention is applied.
  • the hard disk recorder 100 shown in the figure includes a CPU 101, a RAM 102, a ROM (Read Only Memory) 103, a nonvolatile memory 104, an MPEG (Moving Picture Picture Experts Group) encoding / decoding unit 105, a tuner 106, an HDD interface 107, an HDD 108, and an I / O. Unit 109 and activation mode switching unit 110.
  • MMU Memory Management Unit
  • This CPU 101 controls each part of hard disk recorder 100.
  • This CPU 101 is equipped with a Memory Management Unit (hereinafter referred to as MMU), and has a mechanism that allows the RAM 102 to be subdivided and managed in small units (pages).
  • MMU Memory Management Unit
  • the description will be continued assuming that the MMU 131 is included in the CPU 101, but the MMU 131 may not be included in the CPU 101 but may be provided outside.
  • an access permission / prohibition attribute can be set for each page, and a page fault exception can be generated when an access-prohibited page is accessed.
  • the MMU 131 of the CPU 101 continues the description on the assumption that 4 kilobytes (hereinafter referred to as 4 KB) are managed as one page.
  • the RAM 102 can be configured by SRAM (Static Random Access Memory), DRAM (Dynamic Random Access Memory), or the like.
  • SRAM Static Random Access Memory
  • DRAM Dynamic Random Access Memory
  • the RAM 102 functions as a main storage device used by the CPU 101. If the RAM 102 has such a function, it can be used as the RAM 102.
  • ROM 103 is a read-only memory such as FLASH ROM or Mask ROM.
  • the ROM 103 stores an OS and application software, and any type of ROM may be used in the present invention as long as such storage can be performed.
  • the non-volatile memory 104 is a memory that retains the stored contents even when the hard disk recorder 100 is turned off.
  • it can be composed of a FLASH ROM, SRAM with a backup function, DRAM, or the like.
  • the non-volatile memory 104 stores a memory image of software stored in the RAM 102 after software described later is started. Therefore, it is preferable that the capacity of the nonvolatile memory 104 is larger than the capacity of the RAM 102. However, when the data is reduced by data compression or the like, the capacity of the nonvolatile memory 104 may be equal to or less than the capacity of the RAM 102.
  • the nonvolatile memory 104 can also be used as the HDD 108 (the HDD 108 can be used as the nonvolatile memory 108).
  • the MPEG encoding / decoding unit 105 compresses and decompresses moving images.
  • the moving image is supplied via the tuner 106.
  • the tuner 106 selects one moving image from a plurality of programs (moving images) based on a user instruction, and supplies the selected moving image to the MPEG encoding / decoding unit 105.
  • the MPEG encoding / decoding unit 105 supplies data from the tuner 106 to the HDD 108 via the HDD interface 107 and receives data from the HDD 108 via the HDD interface 107 as necessary. At that time, encoding or decoding processing is executed as necessary.
  • the I / O unit 109 is provided for the CPU 101 to read the state of the activation mode switching unit 110.
  • the software described below has a normal startup mode for acquiring a high-speed startup image and a high-speed startup mode as a startup mode after the high-speed startup image is acquired.
  • the I / O 109 and the activation mode switching unit 110 are used for switching between these activation modes.
  • the startup mode switching unit 110 can be configured with a switch.
  • the startup mode switching unit 110 can be configured to be switched by a command from a boot loader or the like.
  • the normal startup mode can be made unnecessary. Therefore, only the fast startup mode is implemented, and switching between the normal startup mode and the fast startup mode is unnecessary. .
  • the I / O unit 109 and the startup mode switching unit 110 may be omitted.
  • FIG. 2 is a diagram illustrating a model of the MMU 131 that the CPU 101 is equipped with.
  • the MMU 131 shown in FIG. 2 is a model equipped with a CPU 101 of 32 bit class or higher.
  • the configuration of the MMU 131, the physical address, the virtual address, the number of bits used for each table index, the number of table stages, and the like depend on the manufacturer of the CPU 101, but do not depend on the architecture of the manufacturer.
  • a specific number such as 32 bits will be described as an example, but the numerical value does not indicate the limitation of the scope of application of the present invention.
  • the MMU 131 implements a function corresponding to access permission or access permission in the attribute of the entry in the table indicating the final physical page, and a function capable of generating an exception process corresponding to a page fault or page fault when accessed in the case of disapproval At least.
  • the MMU register 200 is a register provided in the MMU 131.
  • the leading address of the level 1 descriptor table 201 is assigned to this register.
  • the level 1 descriptor table 201 is a level 1 memory table placed on the memory.
  • the virtual address 202 indicates 31 bits to 20 bits of a virtual address used as an index of the level 1 memory table.
  • VA means Virtual Address (virtual address).
  • the level 1 descriptor 203 is a descriptor composed of a pointer and an attribute indicating the head address of the level 2 descriptor table 204.
  • the level 2 descriptor 206 is accessed by using 19 bits to 12 bits of the virtual address from the head address of the level 2 descriptor table 204 as an index.
  • Level 2 disk descriptor 206 Start address of level 2 descriptor table 204 + Virtual address 205 (VA [19:12]) x 4
  • the level 2 descriptor 206 is a descriptor composed of pointers and attributes indicating a 4 KB physical page 207.
  • the physical page 207 is one page of physical memory that is finally converted from a virtual address to a physical address.
  • the address within 4 KB of the physical page 207 is designated by a virtual address 208 (VA [11: 0]).
  • FIG. 3 shows an example of the level 1 descriptor 203 and the level 2 descriptor 206.
  • the descriptor in FIG. 3 is merely an example, and the present invention does not indicate that it depends on the specific CPU 101 or architecture shown in such an example.
  • the base address 301 is a pointer that points to the start address of the next table or physical page.
  • Attributes 302 to 304 are attribute bits indicating attributes such as executable / impossible, privileged mode / user mode, respectively.
  • the access permission bit 305 is a bit indicating whether or not access to the physical page indicated by this descriptor is permitted. When there is an access to a physical page that is set to prohibit access with this access permission bit 305, an exception process called a page fault, that is, an interrupt process is generally executed, and such a mechanism is necessary. It is. Therefore, although it does not depend on the architecture of the CPU 101, the CPU 101 needs to be equipped with a page fault or a function corresponding to the page fault.
  • shared memory By the way, in OS such as Linux and Windows (registered trademark), there is a concept (function) generally called shared memory.
  • There is a common memory for each task in Linux, etc., it means a page divided in the smallest unit, referred to as a page below), and a mechanism for accessing the same page (shared page) from each task space is there.
  • the shared page can also be a target of dynamic loading due to a page fault, and as a result, the startup time of the software can be further improved.
  • the concept of shared pages is implemented as a general OS memory management function, and does not depend on the OS or manufacturer. Therefore, the embodiment described below is also applicable to a general OS memory management function, and is not limited depending on the OS memory management function.
  • FIG. 4 is a diagram showing a page descriptor table and a page descriptor.
  • a table in which the page descriptors 401-1 to 401 -N are stored is a page descriptor table 402.
  • the page descriptors 401-1 to 401 -N are simply referred to as page descriptors 401 when it is not necessary to distinguish them individually. The same applies to the other parts.
  • the page descriptor 401 is a page descriptor for storing, for example, the attributes of the physical page 207 shown in FIG.
  • the attribute information depends on the OS and the like, and there is no limitation on the stored attribute information in applying the present invention.
  • page descriptors 401-1 to 401-N respectively corresponding to a plurality of physical pages, for example, physical pages 207-0 to 207-n shown in FIG. They are arranged in order.
  • page descriptor attribute information 501-1 to 501-N represents the attribute information of the page descriptors 401-1 to 401-N, respectively.
  • the attribute information 501 depends on the OS or the like.
  • a page reading flag 502 is added to the attribute information 501.
  • the page reading flag 502 is a flag indicating whether or not the page in which the page fault has occurred has already been read by the dynamic reading due to the page fault.
  • FIG. 6 schematically shows a state in which the physical pages 207 are arranged on the RAM 102 (FIG. 1).
  • the RAM 102 In the RAM 102, one page of physical pages 207 is arranged in order from the physical page 207-0 to the physical pages 207-n.
  • one physical page 207 is often configured to be managed as one page in units of 4 KB to 64 KB in this way.
  • FIG. 7 is a diagram for explaining the usage state of the physical page when the software is in a predetermined operation state.
  • pages in which numbers are described are used pages, and pages in which numbers are not described indicate pages that are not used.
  • the program code and data used by the software may be used as shown in FIG. 7 when the software state is viewed in a certain unit time even if all areas are used. Many. That is, there are pages that are used and pages that are not used, and not all pages are used.
  • the recovery operation starts after the sequential reading from the physical page 207-0 to the physical page 207-n is performed. It is set to the operating state.
  • the software in order for the software to be in a predetermined operation state, it is only necessary to read a plurality of predetermined physical pages 207 as shown in FIG. Therefore, in the present invention, by controlling reading as described later, only the required physical page 207 is read as shown in FIG.
  • FIG. 8 is a diagram showing a physical memory map of software. Note that the processing described below depends on the CPU 101 and the OS, and as long as these functions are implemented, there is no limitation on the configuration and memory arrangement, and the present invention is applied only to the following description. It is not shown.
  • the nonvolatile memory 104 is a memory that retains stored contents even when the power is turned off.
  • a FLASH ROM is imagined as the nonvolatile memory 104.
  • the nonvolatile memory 104 is mapped on the main memory, but the contents are retained even when the power is turned off, and the nonvolatile memory 104 has a capacity larger than that of the RAM 102.
  • the nonvolatile memory 104 to which the present invention can be applied does not necessarily have to be mapped on a memory map, such as access via I / O, and there is no limitation on its architecture.
  • Data 601 is a readable / writable data area used by the program code 602.
  • the data 601 is divided into a specific size and stored as physical pages 207. Since the data 601 needs to be readable and writable, it is preferably placed on the RAM 102.
  • the program code 602 indicates a desired program to be activated / executed.
  • an OS such as Windows (registered trademark) or Linux
  • the program includes the OS and software.
  • the program code 602 is stored as a physical page 207 divided into a specific size. This program code 602 is placed on the RAM 102 or the ROM 103.
  • the MMU table 603 shows the level 1 descriptor table 201 and the level 2 descriptor table 204 shown in FIG.
  • the page fault handler 604 is an access-prohibited attribute of the level 2 descriptor 206 of the MMU 131, and is a program for performing exception processing via an interrupt vector when a page fault occurs.
  • the page fault handler 604 is described separately from the program code 602, but it may be included in the program code 602.
  • the interrupt vector 605 is an interrupt vector possessed by a general CPU. When a page fault occurs, the program code jumps to the page fault in this interrupt vector, and as a result, the page fault handler 604 is called.
  • the physical address for the logical address of the data 601, the program code 602, the MMU table 603, and the interrupt vector 605 can be mapped to an arbitrary address.
  • the image storage program 606 is a program for storing a memory image in the nonvolatile memory 104 in a desired state after a desired program is started.
  • the logical address and physical address of the image storage program 606 need to be mapped to the same address.
  • the image restoration program 607 reads the physical memory image saved by the processing of the image saving program 606 in units of physical pages as necessary, and reads the data 601 and the program code 602 from the nonvolatile memory 104 into the corresponding physical page. It is a program for returning.
  • the logical address and physical address of the image restoration program 607 need to be mapped to the same address.
  • the boot loader 608 is a boot loader that is first activated after power-on or reset.
  • the boot loader 608 mainly initializes the minimum I / O necessary for starting.
  • the software has such a configuration.
  • the software includes an OS and the like.
  • predetermined software is operated on hardware including a RAM having a capacity of 4 GB. It is assumed that the total capacity of the predetermined software program and data is 4 GB.
  • the software has various modes and functions, and it is very unlikely that the full capacity of 4 GB is used only with a predetermined single function.
  • the software waits for key input from the user in a specific state after startup.
  • the boot loader is activated, and this software is started and waits for a key input from the user.
  • this software is activated at high speed by applying hibernation, which is a known technology, the CPU and I / O registers are stored in a state waiting for key input from the user in preparation for creating a memory image.
  • a total of 4 GB of code and data is stored in some nonvolatile memory.
  • the reverse is true, the normal startup process does not pass, the 4 GB memory is expanded, the CPU and I / O registers are restored, and the process returns to the key input process.
  • (A) The OS or desired software is activated in the normal activation mode, and the software is in a desired state.
  • the image storage program is activated, and all page tables of the MMU 131 are activated by the activated image storage program. After the predetermined information is rewritten to the information indicating the access prohibition, the memory image in the state (A) is stored in the register and the process is terminated.
  • (C) After the next time , It is started in the desired state of (A) by entering the fast startup mode
  • MMU 131 Memory Management Unit
  • the OS may use the MMU 131, but before the OS uses, the software to which the present invention is applied is restored, and the OS is aware that the software to which the present invention is applied has operated the MMU 131. do not do.
  • the software to which the present invention is applied also has a function of giving a mark indicating that access to the page is prohibited.
  • a page fault handler 604 for processing a page fault calculates a page from the address where the page fault has occurred, and the software to which the present invention is applied checks the marked mark, and the page is read from the nonvolatile memory 104 to the main memory. (For example, the RAM 102), and the MMU 131 table is written back as it was before rewriting.
  • A Normal startup
  • the startup mode switching unit 110 is set to the normal startup mode, and the OS and a desired program are started by a normal method.
  • A-2 After a desired program is started, the software is operated to bring the software into a desired state. It is started in this state at high speed startup.
  • (B) Saving state (B-1)
  • the image saving program 606 is activated by any key or command. There are no particular restrictions on the activation method for this activation.
  • (B-2) The image saving program 606 saves the memory image and the register in a state where it is desired to start at high speed from the next time on. Specifically, the image storage program 606 sets all the tables of the MMU 131 to the access prohibited state, and the data 601, the program code 602, the MMU table 603, the page fault handler 604, the interrupt vector 605, and the register at that time Are stored in the nonvolatile memory 104.
  • C Fast startup
  • the startup mode switching unit 110 is set to the fast startup mode.
  • the boot loader 608 determines the start mode, and calls the image restoration program 607 in the case of the high speed start mode.
  • the image restoration program 607 restores the MMU table 603, page fault handler 604, and interrupt vector 605 saved by the image saving program 606.
  • C-2 Return to the address after the image storage program 606 is activated in the process of B-1, that is, jump. Since all the MMUs 131 are set in the access prohibition state, every time the program code 602 or data 601 is accessed, a page fault occurs at the corresponding address, and the page fault handler 604 is called.
  • the page fault handler 604 reads one page of the corresponding physical page 207 from the nonvolatile memory 104, and restores the MMU 131 to its original state.
  • C-4 Necessary page faults continue to occur until page faults occur one after another and the state becomes A-2.
  • C-5) The physical page 207 is read until the state A-2 is reached.
  • the physical page 207 read in this process depends on the software to be executed and its state, but is very small. Compared to reading all the physical pages 207 as in the conventional hibernation technique. Thus, the startup time can be remarkably shortened.
  • step S101 the hard disk recorder 100 (FIG. 1) is powered on or reset to start the system.
  • step S102 the boot loader 608 (FIG. 8) is activated.
  • the boot loader 608 activated in step S102 initializes the minimum hardware for operating the OS and desired software, and transfers the software stored in the ROM 103 and HDD 108 to the RAM 102 as necessary. Any boot loader that can execute such processing is assumed.
  • the boot loader 608 depends on the system and is not essential. Therefore, depending on the system, step S102 may be omitted.
  • step S103 the state of the start mode switching unit 110 is checked, and the transition between the normal start mode and the high speed start mode is switched (it is determined whether or not the normal start switch is ON).
  • step S104 the process proceeds to step S161 (FIG. 12).
  • step S103 If it is determined in step S103 that the normal activation switch is ON, the normal activation flag is set to ON in order to start in the normal activation mode. If the normal activation flag is set to ON, the process proceeds to step S105, and the OS is activated if the system is equipped with the OS.
  • the MMU 131 In the case of a general system, the MMU 131 is initialized when the OS is started, and the table of the MMU 131 in FIG. 2 is created. In the present invention, the installation of the OS is not essential, but in the case of a system that does not have an OS, the MMU 131 needs to be initialized. Further, even if the OS is installed, there is no limitation on the type of OS.
  • step S106 desired software to be started at high speed is started.
  • step S107 the activated software operates.
  • This process corresponds to the process A-2 described above.
  • the software transitions to the same state that was started by fast startup. For example, assuming that there are a plurality of modes in the desired software, and if it is desired to start at a high speed in a specific mode, the software is operated and the mode is changed to that mode. For example, in the case of the hard disk recorder 100, there are a reservation mode, a playback mode, a setting mode, and the like, but when the user frequently uses the playback mode, the mode is changed to the playback mode.
  • step S108 it is determined whether or not the processing of the image storage program 606 (FIG. 8) has been started.
  • This process corresponds to the above-described process B-1. Processing by the image storage program 606 is started by a command, key operation, switch, or the like. There is no limitation on the execution means of the image storage program 606. If it is determined in step S108 that the processing of the image storage program 606 (FIG. 8) has not started, the processing is returned to step S107, and the subsequent processing is repeated. That is, in this case, the software operation is continued.
  • step S107 if it is determined in step S107 that the processing of the image storage program 606 (FIG. 8) has started, in other words, if it is determined that the operation of the software has been completed, the processing proceeds to step S109.
  • the following processes in steps S109 to S117 correspond to the above-described process B-2. Further, the processes in steps S109 to S117 are processes executed by the image storage program 606.
  • step S109 the register of the I / O unit 109 shown in FIG. 1 is saved. Basically, the set value is acquired and saved. With respect to I / O, it is not always possible to read all registers, and in this case, it is necessary to deal with them individually. Note that the type and specification of I / O are arbitrary, and there are no particular restrictions on the application of the present invention.
  • step S110 the CPU 101 register is saved. Basically, all registers of the CPU 101 are saved.
  • the types of the CPU 101 and the register are arbitrary, and there are no particular restrictions on the application of the present invention.
  • step S111 the address space is switched.
  • the CPU 101 normally operates in the virtual address mode. This mode is changed from the virtual address mode to the physical address mode. Since the transition method from the virtual address mode to the physical address mode depends on the architecture of the MMU 131, the transition method for applying the present invention is not limited. Further, when the transition is made from the virtual address mode to the physical address mode, the address space changes. Therefore, in the processing in step S111, it is necessary to map the logical address and the physical address to the same address space.
  • step S112 a cache flush is executed.
  • TLB Translation Look-aside Buffer
  • a primary cache a primary cache
  • a secondary cache a secondary cache
  • the cache flush process in step S112 is performed as necessary, and may be omitted in some cases.
  • step S113 the MMU table 603 of the MMU 131 is rewritten with information that prohibits access to all physical pages 207.
  • the MMU table rewriting process in step S113 will be described later with reference to the flowchart of FIG.
  • step S113 when the MMU table 603 of the MMU 131 is rewritten, the process proceeds to step S114.
  • step S114 a page descriptor initialization process is executed. This process will be described later with reference to the flowchart of FIG.
  • step S115 a cache flush is executed. If the CPU 101 is equipped with a TLB, primary cache, and secondary cache and they are valid, the TLB and cache need to be flushed. This is to ensure that the contents of the MMU table 603 of the MMU 131 rewritten by the processing in the previous step S113 are reflected in the RAM 102.
  • the cache flush process in step S115 is performed as necessary, and may be omitted in some cases.
  • step S116 the entire contents of the RAM 102 are stored in the nonvolatile memory 104.
  • the relative address position of the nonvolatile memory 104 with respect to the address of the RAM 102 needs to match. For example, it is assumed that the physical address of the RAM 102 is mapped from 0x10000000 to 0x1ffffff. In this case, for example, for the non-volatile memory 104, it is necessary to read data with addresses from 0x40000000 to 0x4ffffffff.
  • the offset of the nonvolatile memory 104 with respect to the address of the RAM 102 is 0x30000000, even the address with respect to the RAM 102 can be converted into the address in the nonvolatile memory 104 only by adding the offset of 0x30000000.
  • the nonvolatile memory 104 does not necessarily need to be mapped on the memory map. It suffices if reading can be performed using the address to which the offset is added as a key.
  • the storage method for the nonvolatile memory 104 depends on the architecture, but the storage method is not limited in applying the present invention.
  • step S117 the processing in the image storage program 606 is terminated.
  • the power can be turned off or reset (RESET).
  • step S103 determines whether the normal activation switch is not ON and the MMU table rewriting processing in step S113.
  • the MMU table rewriting process in step S113 will be described in detail with reference to the flowchart of FIG.
  • the process based on the flowchart shown in FIG. 10 is a process in which the MMU table 603 of the MMU 131 has the configuration shown in FIG. 2 and the MMU table 603 is rewritten.
  • step S131 when rewriting of the MMU table 603 of the MMU 131 is started, first, the head address of the level 1 descriptor table 201 is substituted into the variable level 1 descriptor pointer. In step S132, the level 1 descriptor 203 is acquired from the address pointed to by the variable level 1 descriptor pointer.
  • step S133 it is determined whether or not a pointer to the level 2 descriptor table 204 exists in the level 1 descriptor 203 acquired in the process of step S132. If it is determined in step S133 that a pointer to the level 2 descriptor table 204 exists in the level 1 descriptor 203, the process proceeds to step S136, and a pointer to the level 2 descriptor table 204 exists in the level 1 descriptor 203. If it is determined not to proceed, the process proceeds to step S134.
  • step S134 the variable level 1 descriptor pointer is moved to the address of the next level 1 descriptor pointer. Then, the process proceeds to step S135 to determine whether or not the level 1 descriptor pointer has finally reached.
  • step S135 Until it is determined in step S135 that the level 1 descriptor pointer has finally reached, the process is returned to step S134, and the process in which the variable level 1 descriptor pointer is moved to the address of the next level 1 descriptor pointer is repeated. . If it is determined in step S135 that the level 1 descriptor pointer has finally reached, the process proceeds to step S115 (FIG. 9). That is, it is determined that the rewriting of the MMU table has been completed, and the processing is returned to the processing of the flowchart shown in FIG.
  • step S133 if it is determined in step S133 that a pointer to the level 2 descriptor table 204 exists in the level 1 descriptor 203, the process proceeds to step S136.
  • step S136 the head address of the level 2 descriptor table 204 is substituted for the variable level 2 descriptor pointer.
  • step 137 the level 2 descriptor 206 is acquired from the address indicated by the variable level 2 descriptor pointer.
  • step S138 it is determined whether or not the physical page 207 exists in the level 2 descriptor 206 acquired in the process of step S137. If it is determined in step S138 that the physical page 207 exists in the acquired level 2 descriptor 206, the process proceeds to step S139, and it is determined that there is no physical page 207 in the acquired level 2 descriptor 206. If YES, the process proceeds to step S144.
  • step S139 it is determined whether or not the physical page 207 in the level 2 descriptor 206 acquired in the process of step S137 is within the address range in the RAM 102 to be stored in step S116 (FIG. 9). Is done. If it is determined in step S139 that the physical page 207 in the level 2 descriptor 206 is within the address range in the RAM 102 to be stored, the process proceeds to step S140, and the process is advanced to the storage target RAM 102. If it is determined that it is not within the address range, the process proceeds to step S144.
  • step S140 the access permission bit (access permission bit 305 in FIG. 3) of the level 2 descriptor 206 acquired in step S137 is checked to determine whether or not the physical page 207 is permitted to access. If it is determined in step S140 that access to the physical page 207 is permitted, the process proceeds to step S141. If it is determined that access to the physical page 207 is not permitted, the process proceeds to step S144. Is advanced.
  • step S141 the access permission bit 305 of the level 2 descriptor 206 acquired in the process of step S137 is rewritten to a bit indicating access prohibition.
  • step S142 the page reading flag 502 (FIG. 5) is turned ON.
  • step S143 marking is performed on the rewritten level 2 descriptor 206. In this process, whether the access permission bit 305 of the level 2 descriptor 206 acquired in the process of step S137 is rewritten by software to which the present invention is applied, or rewritten by the operation of other software, for example, the original OS or the like. This is done to store (mark) information for identifying whether the event has occurred.
  • the method of marking in step S143 depends on the architecture, and there is no restriction in applying the present invention. For example, if there is an empty bit that is not used in the level 2 descriptor 206, the empty bit can be used as a bit for embedding marking information. Further, a place where a table is separately provided and a place where marking is not performed may be managed. In any case, if the system is equipped with an OS or the like and the OS uses these bits, the present invention can be implemented by adopting a coexistence mechanism.
  • step S144 the variable level 2 descriptor pointer is moved to the address of the pointer of the next level 2 descriptor 206.
  • step S138 when it is determined in step S138 that the physical page 207 does not exist in the level 2 descriptor 206, or in step S139, it is determined that the level 2 descriptor 206 does not point to the RAM 102. Alternatively, it comes when it is determined in step S140 that access to the physical page 207 is not permitted.
  • step S145 it is determined whether or not the level 2 descriptor pointer has finally reached.
  • step S145 the process returns to step S137 until it is determined that the level 2 descriptor pointer has finally reached, and the subsequent processes are repeated.
  • step S145 it is determined that the level 2 descriptor pointer has finally reached.
  • the process proceeds to step S134. Since the processing after step S134 has already been described, the description thereof is omitted.
  • step S114 processing in step S114 (FIG. 9) executed after the MMU table 603 of the MMU 131 is rewritten will be described.
  • step S114 a page descriptor initialization process is executed. The page descriptor initialization process will be described with reference to the flowchart of FIG.
  • the page descriptor table pointer is first moved to the head of the table in step S152 to execute the initialization.
  • the pointer is moved to the page descriptor 401-1.
  • step S153 the read flag existing in the page descriptor is set to OFF.
  • the page read flag 502 (FIG. 5), which is one of the attribute information of the page descriptor 401-1, is set to OFF.
  • step S154 the page descriptor table pointer is incremented by +1, and the process proceeds to the next page descriptor. That is, for example, when the pointer is positioned on the page descriptor 401-1, the pointer is moved to the page descriptor 401-2, and the page descriptor 401-2 is set as a processing target.
  • step S155 it is determined whether or not the pointer of the page descriptor table is the last table. As a result of adding 1 to the value of the pointer, the process moves to the next page descriptor. However, if it is final, there is no page descriptor to be processed. Therefore, if it is determined in step S155 that the page descriptor pointer is located in the final table, the process is terminated. If it is determined that the page descriptor is not located in the final table, the process is returned to step S153, and the destination of the transfer is determined. The processing after step S153 is executed for the page descriptor.
  • step S114 the page descriptor initialization process is executed by setting all page read flags, which are attribute information in the page descriptor 401, to OFF (OFF). Thereafter, the process proceeds to step S114 (FIG. 9), and the subsequent processes are executed as described above.
  • the fast startup is executed when it is determined in step S103 that the normal startup switch is not turned on, that is, when it is determined that the switch has been switched to the fast startup.
  • the flowchart of FIG. 12 is a flowchart in which the process proceeds when it is determined in step S103 that the normal activation switch is not ON, and is a flowchart for explaining the process at the time of high-speed activation.
  • step S161 the normal start flag is set to OFF (the fast start flag is ON) in order to start in the high speed start mode.
  • step S162 as necessary, the interrupt vector 605, the page fault handler 604, and the MMU table 603 are read into the same address of the RAM 102 as when the image was saved.
  • step S163 the MMU table of the MMU 131 is read.
  • the MMU table reading process executed in step S163 will be described later with reference to the flowchart of FIG.
  • step S164 the address space of the CPU 101 is changed from the physical address mode to the virtual address mode.
  • the address space changes. Therefore, in the process in step S164, the logical address and the physical address are mapped to the same address space.
  • step S165 the value of the register of the CPU 101 saved in step S110 (FIG. 9) is read from the nonvolatile memory 104 and returned to the CPU 101.
  • the types of the CPU 101 and the register are arbitrary, and there are no restrictions in applying the present invention.
  • step S166 the value of the I / O register saved in step S109 (FIG. 9) is read from the nonvolatile memory 104 and returned to the I / O unit 109.
  • the type and specifications of I / O are arbitrary, and there are no restrictions on the application of the present invention.
  • step S107 the software operates.
  • the processing of steps S104 to S106 is not executed, and the software starts operation in step S107. Therefore, at least the time required for the software to start operating can be shortened by the amount of processing in steps S104 to S106.
  • the time required for starting the OS and initializing the MMU in step S105 and the time required for starting the software in step S106 can be eliminated, a significant reduction in time can be expected.
  • step S181 when reading of the MMU table 603 is started, the level 1 descriptor table 201 is first read.
  • the contents of the RAM 102 are stored in the nonvolatile memory 104 in the process of step S116 (FIG. 9). From the contents stored in the nonvolatile memory 104, only the level 1 descriptor table 201 is stored. Read out.
  • step S182 the leading address of the level 1 descriptor table 201 is assigned to the variable level 1 descriptor pointer.
  • step S183 the level 1 descriptor 203 is acquired from the address pointed to by the variable level 1 descriptor pointer.
  • step S184 it is determined whether or not there is a pointer to the level 2 descriptor table 204 in the level 1 descriptor 203 acquired in the process of step S183.
  • step 184 If it is determined in step 184 that there is a pointer to the level 2 descriptor table 204 in the acquired level 1 descriptor 203, the process proceeds to step S187, and the level 2 descriptor table is stored in the acquired level 1 descriptor 203. If it is determined that there is no pointer to 204, the process proceeds to step S185.
  • step S185 the variable level 1 descriptor pointer is moved to the address of the next level 1 descriptor pointer. Then, in step S186, it is determined whether or not the level 1 descriptor pointer has finally reached. If it is determined in step S186 that the level 1 descriptor pointer has finally reached, the process proceeds to step S164 (FIG. 12). That is, in this case, since the reading of the MMU table 603 has been completed, the process proceeds to the next process.
  • step S186 determines whether the level 1 descriptor pointer 203 has been reached the final value. If it is determined in step S186 that the level 1 descriptor pointer 203 has not reached the final value, the processing is returned to step S183, and the subsequent processing is repeated. Steps S183 to S186 are repeated, and if it is determined in step S184 that a pointer to the level 2 descriptor table 204 exists in the acquired level 1 descriptor 203, the process proceeds to step S187.
  • step S187 it is determined whether or not the pointer to the level 2 descriptor table 204 in the level 1 descriptor 203 acquired in step S183 points to the RAM 102. If it is determined in step S187 that the pointer to the level 2 descriptor table 204 points to the RAM 102, the process proceeds to step S188, and it is determined that the pointer to the level 2 descriptor table 204 does not point to the RAM 102. If so, the process proceeds to step S185, and the subsequent processes are repeated.
  • step S188 the level 2 descriptor table is read.
  • the level 2 descriptor table 204 is stored as the contents of the RAM 102 in the nonvolatile memory 104 in the process of step S116 (FIG. 9), and only the level 2 descriptor table 204 is read from the contents stored in the nonvolatile memory 104. . Thereafter, the process proceeds to step S185, and the subsequent processes are repeated.
  • step S201 the process jumps to the interrupt vector 605. That is, a jump from the interrupt vector 605 to the interrupt handler that performs the actual page fault process is executed.
  • the general CPU 101 jumps to a specific interrupt vector as an interrupt process and processes it as an interrupt handler.
  • the flowchart related to the processing at the time of occurrence of a page fault shown in FIG. 14 assumes an interrupt handler that processes a page fault interrupt, but these depend on the architecture of the CPU 101.
  • the application of the present invention is not limited by the manufacturer or model number of the CPU 101.
  • step S202 it is determined whether or not the normal activation flag is ON.
  • the normal activation flag is set to ON in the process of step S104 (FIG. 9).
  • step S202 if it is determined that the normal activation flag is ON, in other words, if it is determined that the normal activation flag is normal, the process proceeds to step S207.
  • step S203 if it is determined in step S202 that the normal activation flag is not ON, in other words, if it is determined that high-speed activation is performed, the process proceeds to step S203.
  • step S203 it is determined whether the target physical page 207, that is, the physical page 207 corresponding to the address where the page fault has occurred is the marked physical page 207.
  • the marking is a marking executed in the process of step S143 (FIG. 10). That is, the marked physical page 207 is a physical page 207 that has been rewritten to prohibit access by software to which the present invention is applied.
  • Physical page address / page size (for example, 4KB in the above example) As shown in this equation, the physical page is obtained by dividing the address by the page size.
  • step S203 if it is determined that the physical page 207 corresponding to the address where the page fault has occurred is a marked physical page 207, the process proceeds to step S204, and the physical page 207 is not marked. If it is determined, the process proceeds to step S207.
  • step S204 the target physical page 207, that is, the physical page 207 corresponding to the address where the page fault has occurred is read out by 4 KB from the image stored in the nonvolatile memory 104 in the process of step S116 (FIG. 9).
  • step S205 the access permission bit 305 of the level 2 descriptor 206 of the target physical page 207, that is, the physical page 207 corresponding to the address where the page fault has occurred is rewritten to access permission.
  • step S206 the identification information marked in the process of step S143 (FIG. 10) is canceled.
  • step S207 standard page fault processing is executed. That is, during normal startup or when software (such as an OS) other than the software to which the present invention is applied has been set to disallow access, normal start-up and access disapproval processing are executed.
  • step S207 depends on the system such as the OS and is not an essential process, and can be omitted in the present embodiment.
  • the level 2 descriptor 206 is a descriptor composed of pointers and attributes indicating the physical page 207, but a predetermined task (described as task A) is a task different from task A after the level 2 descriptor 206 is rewritten.
  • B may access the physical page 207.
  • the page descriptor page read flag 502 (FIG. 5) for the physical page 207 assigned when the task that executes the rewrite secures the shared memory is turned on in step S231. It is determined whether or not (ON).
  • the page read flag 502 is a flag indicating whether or not the page in which the page fault has occurred has already been read by dynamic reading due to a page fault. Therefore, when the page read flag 502 is set to ON, the page in which the page fault has occurred Is already loaded.
  • step S231 If it is determined in step S231 that the page read flag is on, the process proceeds to step S232, and the marking process of the level 2 descriptor 206 indicating the page is executed. This marking process is performed in the same manner as the process of “marking the rewritten level 2 descriptor 206” executed in step S143 (FIG. 10).
  • step S231 determines whether the page read flag is off. If it is determined in step S231 that the page read flag is off, the process proceeds to step S233, and the marking of the level 2 descriptor 206 indicating the page is released. The release of the marking is performed in the same manner as the process of “release the marking for the target page” executed in step S206 (FIG. 14).
  • initialization is executed by setting the page descriptor table pointer indicating the page descriptor table at the head in step S301. Processing is executed in the same manner as in step S152 in the flowchart of FIG. For example, when the page descriptor table 402 shown in FIG. 4 is a processing target, the pointer is moved to the page descriptor 401-1.
  • step S302 it is determined whether or not the load on the CPU 101 is low.
  • Information regarding the load on the CPU is often provided by the OS, and the processing in step S302 is executed using information provided based on the OS and the providing method. Therefore, acquisition of information related to the load on the CPU and determination of the load depend on the implementation of the OS and the providing method, but this does not mean that the OS is restricted in applying the present invention. .
  • step S302 If it is determined in step S302 that the load on the CPU 101 is high, the process in step S302 is repeated. That is, the process of step S302 is repeated until it is determined that the load on the CPU 101 is low. When it is determined that the load is low, the process proceeds to the next process.
  • step S303 it is determined whether or not the page reading flag is off.
  • the task that executes the reading is performed by determining whether or not the page descriptor page reading flag 502 (FIG. 5) for the physical page 207 to be read is off.
  • the page read flag 502 is a flag indicating whether or not the page in which the page fault has occurred has already been read due to dynamic loading due to a page fault. Therefore, when it is set to off, a page fault has occurred. This is when the page has not yet been loaded.
  • step S303 If it is determined in step S303 that the page read flag is off, the process proceeds to step S304, and the page read flag determined to be off is set to on.
  • step S305 a part of the page corresponding to the page descriptor is dummy-read. There is no limit on the read size in this dummy read. If even one byte is read, the above page fault occurs and the page has been read.
  • step S304 and step S305 a page that has not been read (a page for which the page reading flag is set to off) has been read and has been read. Is turned on. In this way, a page that has not been read is determined, and reading is executed.
  • step S305 If dummy read is executed in step S305, or if it is determined in step S303 that the page read flag is on, the process proceeds to step S306, and the page descriptor table pointer is incremented by +1, The processing target is advanced to the next page descriptor. That is, for example, when the pointer is positioned on the page descriptor 401-1, the pointer is moved to the page descriptor 401-2, and the page descriptor 401-2 is set as a processing target.
  • step S307 it is determined whether or not the pointer of the page descriptor table is the last table. As a result of adding 1 to the value of the pointer, the process moves to the next page descriptor. However, if it is final, there is no page descriptor to be processed. Therefore, in step S307, if it is determined that the pointer of the page descriptor is located in the final table, the process is terminated. If it is determined that the page descriptor is not positioned in the final table, the process is returned to step S302. Processing is executed.
  • Digital home appliances such as television receivers and hard disk recorders include models equipped with an OS (predetermined software).
  • OS predetermined software
  • the startup time may be long, but by applying the present invention, the startup time in these digital home appliances can be shortened.
  • the battery life can be extended.
  • a conventional method for realizing high-speed startup there has been a method of shifting a CPU or a memory to a power saving mode. In this method, although it is a power saving mode, power is required, and power consumption cannot be ignored for a battery-powered device.
  • the present invention it is possible to save a startup image in a nonvolatile memory, and it is not necessary to use a so-called suspend (corresponding to a conventional power saving mode) in which power is stopped while being supplied to a RAM. As a result, the battery life can be significantly extended.
  • the start-up time can be shortened by applying the present invention, the start-up time can be started with a start time shorter than or equal to the start-up time required in the “fast start-up mode”. Therefore, it is not necessary to provide a “fast start-up mode”. Accordingly, it is possible to eliminate the state where the power must be constantly turned on in the “fast start-up mode”, and as a result, energy saving can be realized.
  • the shared memory can be processed as a dynamically read target page.
  • the size of the reading portion can be reduced in advance, and as a result, the startup time can be further shortened.
  • the program executed by the computer described above may be a program that is processed in time series in the order described in this specification, or in parallel or at a necessary timing such as when a call is made. It may be a program for processing. It can also be configured with dedicated hardware. Further, in this specification, the system represents the entire apparatus constituted by a plurality of apparatuses.

Abstract

本発明は、起動時間を短縮することができるプログラム、制御方法、並びに制御装置に関する。 Memory Management Unit(ＭＭＵ)を搭載したコンピュータシステム上で、ＭＭＵのテーブルに対し、ソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページにてページフォルトが発生するようにページテーブルエントリが書き換えられる。起動時は、アクセスするＲＡＭに対して発生したページフォルトに対し、保存したメモリイメージのページ単位の読み込みが実行される。このような読み込みが行われことで、不要なページの読み込みが行われず、その分の起動時間を短縮することが可能となる。本発明は、パーソナルコンピュータや組み込み型のコンピュータを備える電子機器に適用できる。

Description

プログラム、制御方法、並びに制御装置
　本発明はプログラム、制御方法、並びに制御装置に関し、特に、ソフトウェアの起動を制御するときに好適なプログラム、制御方法、並びに制御装置に関する。
　パーソナルコンピュータにおいて、ＯＳ（Operating System）を起動させ、所望のソフトウェアを動作させるまでには数分単位の起動時間が必要であった。これを高速に起動させる手法として、ハイバネーション（hibernation）と呼ばれる手法が存在する（例えば、特許文献１参照）。
　特許文献１には、起動後のＣＰＵ（central processing unit）やＩ／Ｏ（input／output）レジスタ、ＲＡＭ（Random Access Memory）イメージが、ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）やフラッシュメモリに格納されることが記載されている。そして、次に起動されるときに、格納されているＲＡＭイメージが復帰され、その後、ＣＰＵやＩ／Ｏレジスタが再設定されることが記載されている。このように起動することで、ＯＳの起動を高速化させることが、特許文献１では提案されている。このような提案に基づくハイバネーションと称される手法は、既にパーソナルコンピュータで適用されている。
　また、組み込み型のコンピュータ、例えば、テレビジョン受像器、ハードディスクレコーダといった電子機器に組み込まれているコンピュータにおいても、ハイバネーションの手法が応用されている。
特開２００５－１４９２２５号公報 特開２００７－３３４３８３号公報
　ハイバネーションを適用し、ＯＳを起動させる場合とＯＳを通常通りに起動させる場合とを比較した場合、ハイバネーションを適用してＯＳを起動させる方が、より高速に起動させることができる。しかしながら、ＲＡＭの容量増加に伴って保存すべきＲＡＭイメージのサイズも増加してしまい、起動時に、そのＲＡＭイメージの展開時間も増加してしまう。結果として、ＲＡＭの大容量化に伴い高速起動が困難になってしまう。
　また、パーソナルコンピュータは、ＣＰＵの性能も比較的高いため、仮にＲＡＭイメージのサイズが増加してしまっても、そのＲＡＭイメージを処理する性能が確保される。しかしながら、組み込み型のコンピュータの場合、ＣＰＵの性能が比較的低いものが使われることが多い。そのため、組み込み型のコンピュータの場合、ＲＡＭイメージが増加すれば、ハイバネーションの手法を適用しても、起動時の速度は低下してしまう。すなわち、組み込み型のコンピュータの場合、ＲＡＭイメージの増加による速度の低下は、より顕著に表れてしまう。
　また、ＲＡＭイメージを圧縮することで、ＲＡＭイメージのサイズを小さくすることも提案されているが、起動時に伸張する処理が必要となる。この伸張処理にかかるＣＰＵへの負荷や、伸張処理にかかる時間を考慮すると、起動の高速化という点では効果的な方法ではない。
　このようなことを考慮し、特許文献２では、ハイバネーションのイメージの全ての転送を完了する前に、ＯＳの実行を開始する手法が提案されている。しかしながら、この手法では、特別なハードウエアを搭載し、先行転送するページを予め特定しておく必要があるため、その特別なハードウエアの分だけコストが高くなるなどの問題点があった。
　本発明は、このような状況に鑑みてなされたものであり、起動時間を短縮することができるようにするものである。
　本発明の一側面のプログラムは、メモリを管理する機能を有する制御装置に、所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換え、前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出すステップを含み、前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする。
　前記所定のソフトウェアが起動された後、前記ページテーブルエントリを書き換え、その起動時のデータ、プログラムコード、テーブル、ページフォルトハンドラ、割り込みベクタ、およびレジスタを、前記メモリに記憶させるようにすることができる。
　前記メモリのうち、書き換えの対象となる前記ページテーブルエントリを記憶しているのはＲＡＭであり、順次読み出される前記ページを記憶しているのは不揮発メモリであるようにすることができる。
　組み込み型のコンピュータが読み込むようにすることができる。
　本発明の一側面の制御方法は、メモリを管理する機能を有する制御装置の制御方法において、所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換え、前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出すステップを含み、前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする。
　本発明の一側面の制御装置は、メモリを管理する機能を有する制御装置において、所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換える書き換え手段と、前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出す読み出し手段とを備え、前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする。
　本発明の一側面のプログラム、制御方法、並びに制御装置は、所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリが書き換えられ、ソフトウェアが起動時に、ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページが順次読みだされる。また、ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、共有ページを管理するページディスクリプタに、ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、既存のページに対して新規で共有ページが確保された場合、その新規に確保された共有ページに対応するページディスクリプタが書き直され、新規に確保された共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するように制御される。
　本発明の一側面によれば、ＯＳなどの起動時間を短縮することが可能となる。
本発明を適用した情報処理装置の一実施の形態の構成を示す図である。 ＭＭＵのモデルを示す図である。 ディスクリプタについて説明するための図である。 ディスクリプタについて説明するための図である。 ページ読み込みフラグについて説明するための図である。 物理ページの読み込みについて説明するための図である。 物理ページの読み込みについて説明するための図である。 物理メモリマップについて説明するための図である。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 起動の処理について説明するためのフローチャートである。 アイドルタイム時の処理について説明するためのフローチャートである。
　以下に、本発明の実施の形態について図面を参照して説明する。
　まず、本発明の概略を説明する。本発明は、Memory Management Unit(以下、ＭＭＵと略記する)を搭載したＣＰＵ（central processing unit）上で動作するＯＳ（Operating System）やアプリケーション等のソフトウェアを高速に起動させるための手法である。
　高速起動の対象となるソフトウェアが、一度、通常通りの方法で起動され、その状態のＲＡＭ（Random Access Memory）イメージが不揮発メモリ等に保存される。ＲＡＭイメージが、不揮発メモリ等に保存されるとき、ＭＭＵのテーブルが書き換えられ、全てのページでページフォルトが発生するように変更される。対象とされるソフトウェアには、ページフォルトハンドラが用意されており、ページフォルトが発生した場合、そのページフォルトが発生したページのみが、不揮発メモリからロードされる。
　任意のソフトウェアが起動され、プログラムコードが実行されたり、そのソフトウェアが動作に必要なデータを読み出すために、ＲＡＭにアクセスしたりした場合、毎回ページフォルトが発生し、必要なページが不揮発メモリからＲＡＭに逐次ロードされることになる。これにより、従来のハイバネーション起動とは異なり、全てのＲＡＭイメージを不揮発メモリからメインＲＡＭに予めロードする必要が無くなり、動作に必要な必要最小限のＲＡＭイメージのみをロードすることが可能になる。よって、高速に所望のソフトウェアを起動・動作させることが可能となる。
　本発明を使用することで、従来は数十秒～数分を要していたＯＳやソフトウエア（以下、単にソフトウェアとする）の起動時間を数秒程度に短縮することが可能となることが、本出願人により確認されている。以下に、具体的に説明する。
　［情報処理装置の構成について］
図１は、本発明を適用した情報処理装置の一実施の形態の構成を示す図である。本発明を適用した情報処理装置は、パーソナルコンピュータ（ＰＣ）に適用できることは勿論のこと、組み込み型のコンピュータを有する装置にも適用できる。組み込み型のコンピュータを含む装置としては、テレビジョン受像器、ハードディスクレコーダといった電子機器がある。ここでは、ハードディスクレコーダに対して本発明を適用したときを例にあげて説明する。
　図１は、本発明を適用した情報処理装置としてのハードディスクレコーダの構成を示す図である。図に示したハードディスクレコーダ１００は、ＣＰＵ１０１、ＲＡＭ１０２、ＲＯＭ（Read Only Memory）１０３、不揮発メモリ１０４、ＭＰＥＧ（Moving Picture Experts Group）エンコード・デコード部１０５、チューナ１０６、ＨＤＤインターフェース１０７、ＨＤＤ１０８、Ｉ／Ｏ部１０９、起動モード切替部１１０を備える。
　ＣＰＵ１０１は、ハードディスクレコーダ１００の各部を制御する。このＣＰＵ１０１は、Memory Management Unit(以下、ＭＭＵと記述する)を搭載し、ＲＡＭ１０２を小分割して小単位（ページ）で管理できる仕組みを有している。なお、ここでは、ＭＭＵ１３１がＣＰＵ１０１に含まれるとして説明を続けるが、ＭＭＵ１３１が、ＣＰＵ１０１に含まれず、外部に備えられている構成とすることも可能である。また、ＭＭＵ１３１の形式には特に制限はないが、ページ単位にアクセスの許可・禁止の属性が設定可能で、アクセス禁止のページにアクセスした場合は、ページフォルトの例外が発生できる構成とされている。また、ＣＰＵ１０１のＭＭＵ１３１は、４キロバイト（以下、４KBと記述する）を１ページとして管理するとして説明を続ける。
　ＲＡＭ１０２は、ＳＲＡＭ（Static Random Access Memory）やＤＲＡＭ（Dynamic Random Access Memory）などで構成することが可能である。ＲＡＭ１０２は、ＣＰＵ１０１が使用する主記憶装置として機能し、そのような機能を有していれば、ＲＡＭ１０２として用いることが可能である。
　ＲＯＭ１０３は、FLASH ROMやMask ROMなどの読み込み専用のメモリである。ＲＯＭ１０３は、ＯＳやアプリケーションソフトウェアが格納され、そのような格納が行えれば、どのような種類のＲＯＭが用いられても本発明においては良い。
　不揮発メモリ１０４は、ハードディスクレコーダ１００の電源が切られても、記憶している内容が保持されるメモリである。例えば、FLASH ROMや、バックアップ機能付きのＳＲＡＭ、ＤＲＡＭなどで構成することが可能である。
　不揮発メモリ１０４には、後述するソフトウェアが起動した後に、ＲＡＭ１０２に格納されたソフトウェアのメモリイメージが格納される。そのため、不揮発メモリ１０４の容量は、ＲＡＭ１０２の容量以上の容量とされることが好ましい。ただし、データ圧縮等によりデータを縮小するようにした場合、不揮発メモリ１０４の容量は、ＲＡＭ１０２の容量以下の容量でも良い。また、不揮発メモリ１０４は、ＨＤＤ１０８と兼用することも可能である（ＨＤＤ１０８を不揮発メモリ１０８として利用することも可能である）。
　ＭＰＥＧエンコード・デコード部１０５は、動画の圧縮・伸張を行う。動画は、チューナ１０６を介して供給される。チューナ１０６は、ユーザの指示に基づき、複数の番組（動画）から、１つの動画を選択し、ＭＰＥＧエンコード・デコード部１０５に供給する。ＭＰＥＧエンコード・デコード部１０５は、必要に応じ、ＨＤＤインターフェース１０７を介して、ＨＤＤ１０８にチューナ１０６からのデータを供給したり、ＨＤＤ１０８からのデータをＨＤＤインターフェース１０７を介して、受信したりする。また、その際、必要に応じ、エンコードまたはデコードの処理を実行する。
　Ｉ／Ｏ部１０９は、起動モード切替部１１０の状態をＣＰＵ１０１が読みとるために設けられている。以下に説明するソフトウェアは、高速起動イメージを取得するための通常起動モードと、高速起動イメージが取得された後の起動モードとしての高速起動モードを有する。Ｉ／Ｏ１０９と起動モード切替部１１０は、これらの起動モードの切り替えに用いられる。通常起動モードと高速起動モードの切り換えのために、起動モード切替部１１０をスイッチで構成することが可能である。また、通常起動モードと高速起動モードの切り換えのために、起動モード切替部１１０を、ブートローダ等からコマンドで切り替える構成とすることも可能である。
　また、一度高速起動のイメージが作成されれば、通常起動モードを不要とすることができるため、高速起動モードのみが実装され、通常起動モードと高速起動モードの切り換えを不要とする構成としても良い。そのような構成とした場合、Ｉ／Ｏ部１０９と起動モード切替部１１０を省略した構成とすることも可能である。
　［ＭＭＵについて］
図２は、ＣＰＵ１０１が装備するＭＭＵ１３１のモデルを示す図である。図２に示したＭＭＵ１３１は、３２ｂｉｔクラス以上のＣＰＵ１０１が装備するモデルである。ＭＭＵ１３１の構成や、物理アドレス、仮想アドレス、各テーブルのインデックスに使用するbit数、テーブルの段数等は、ＣＰＵ１０１のメーカに依存するものであるが、特にメーカのアーキテクチャに依存はしない。ここでは説明の都合上、３２bit等の具体的な数字を例にあげて説明するが、その数値は、本発明の適用範囲の限定を示すものではない。
　ＭＭＵ１３１は、最終的な物理ページを指し示すテーブル内エントリの属性にアクセス許可もしくはアクセス許可相当の機能を実装し、不許可の場合にアクセスしたときには、ページフォルトもしくはページフォルト相当の例外処理が発生できる機能を少なくとも有する。
　ＭＭＵレジスタ２００は、ＭＭＵ１３１に装備されるレジスタである。このレジスタにレベル１ディスクリプタテーブル２０１の先頭アドレスが代入される。レベル1ディスクリプタテーブル２０１は、メモリ上に置かれたレベル1メモリテーブルである。物理アドレス空間が３２bitの場合、1つのアドレスを指し示すのに３２bit、即ち４バイトが使用されるため、レベル１ディスクリプタテーブル２０１のサイズは、１２bit空間＝４KB空間×４バイトで１６KBのサイズとなる。
　仮想アドレス２０２は、レベル1メモリテーブルのインデックスとして使われる仮想アドレスの３１bitから２０bitを示す。ＶＡはVirtual Address（仮想アドレス）を意味する。所定の仮想アドレスにアクセスがあった場合、レベル1ディスクリプタテーブル２０１の先頭アドレスから仮想アドレスの３１bitから２０bitがインデックスとされ、レベル1ディスクリプタ２０３にアクセスがされる。
　物理アドレス空間が３２bitのＣＰＵ１０１である場合、１つのアドレスを示すのに３２bit、即ち４バイトが使用されるため、レベル1ディスクディスクリプタのアドレスは以下のような式になる。
　レベル1ディスクリプタ２０３のアドレス 
　　　　　＝ レベル1ディスクリプタテーブル２０１の先頭アドレス
　　 　　　　　　　　　　＋ 仮想アドレス２０２(VA[31:20]) ×４
　レベル1ディスクリプタ２０３は、レベル２ディスクリプタテーブル２０４の先頭アドレスを指し示すポインタや属性から構成されるディスクリプタである。レベル２ディスクリプタテーブル２０４の先頭アドレスから仮想アドレスの１９bitから１２bitがインデックスとされ、レベル２ディスクリプタ２０６にアクセスされる。
　物理アドレス空間が３２bitのＣＰＵ１０１である場合、１つのアドレスを示すのに３２bit、即ち４バイトが使用されるため、レベル２ディスクディスクリプタのアドレスは以下のような式になる。
　レベル２ディスクリプタ２０６のアドレス 
　　　　　＝ レベル２ディスクリプタテーブル２０４の先頭アドレス 
　　　　　　　　　　　　　＋ 仮想アドレス２０５(VA[19:12]) ×４
　レベル２ディスクリプタ２０６は、４KBの物理ページ２０７を示すポインタや属性から構成されるディスクリプタである。物理ページ２０７は、最終的に仮想アドレスから物理アドレスに変換された１ページの物理メモリである。物理ページ２０７の４KB内のアドレスは、仮想アドレス２０８(VA[11:0])で指定される。
　図３は、レベル1ディスクリプタ２０３やレベル２ディスクリプタ２０６の一例である。図３におけるディスクリプタはあくまでも一例であり、本発明は、このような一例で示した特定のＣＰＵ１０１やアーキテクチャに依存することを示すものではない。
　ベースアドレス３０１は、次のテーブルや物理ページの先頭アドレスを指すポインタである。属性３０２乃至３０４は、それぞれ、実行可・不可、特権モード・ユーザモードといった属性を示す属性bitである。アクセス許可bit３０５は、このディスクリプタが示す物理ページに対してのアクセスが許可されているか否かを示すbitである。このアクセス許可bit３０５で、アクセスを禁止するように設定されている物理ページにアクセスがあった場合、一般的には、ページフォルトと呼ばれる例外処理、即ち割込み処理が実行され、そのような機構が必要である。よって、ＣＰＵ１０１のアーキテクチャに依存はしないが、ページフォルト、もしくはページフォルト相当の機能は、ＣＰＵ１０１に装備されている必要がある。
　ところでLinuxやWindows（登録商標）などのＯＳでは、一般的に共有メモリと呼ばれる概念（機能）が存在する。それぞれのタスク間で共通なメモリ（Linux等では最小単位で分割されているページを意味、以下ページと記述）が存在し、それぞれのタスク空間からその同一のページ(共有ページ)にアクセスできる仕組みがある。
　共有ページの機能を使用し、かつ高速起動を実現するためには、既存の共有ページ、即ち他のタスクが指し示すページに対して新規で共有ページを確保した場合にも対応できるようにする必要がある。そしてページフォルト発生による動的読み込みの対象が、共有ページまでとなることにより、従来は全て単純な事前読み込みを必要としていた共有ページに対しても動的読み込み可能となり、より高速な起動を実現できるようになる。そして、共有ページも、ページフォルトによる動的ロードの対象とすることを可能とし、結果として、ソフトウェアの起動時間を更に改善させることができるようになる。
　共有ページの概念は一般的なＯＳのメモリ管理機能として実装されているもので、特にＯＳやメーカ等に依存はしない。よって、以下に説明する実施の形態も、一般的なＯＳのメモリ管理機能に対して適用可能であり、ＯＳのメモリ管理機能に依存して限定されるものではない。
　図４はページディスクリプタテーブルとページディスクリプタを示した図である。ページディスクリプタ４０１－１乃至４０１－Ｎが格納されているテーブルが、ページディスクリプタテーブル４０２である。以下の説明において、ページディスクリプタ４０１－１乃至４０１－Ｎを、個々に区別する必要がない場合、単に、ページディスクリプタ４０１と記述する。他の部分に関しても同様に記述する。
　ページディスクリプタ４０１は、例えば、図２に示した物理ページ２０７の属性を格納するためのページディスクリプタである。属性の情報はＯＳ等に依存し、本発明を適用するうえで、格納される属性の情報に制限は無い。各物理ページ２０７に対応する１つのページディスクリプタ４０１が存在する。通常、複数の物理ページ、例えば、図６（後述する）に示した物理ページ２０７－０乃至２０７－ｎにそれぞれ対応するページディスクリプタ４０１－１乃至４０１－Ｎは、ページディスクリプタテーブル４０２内で、ページ順に並んで配置されている。
　図５において、ページディスクリプタの属性情報５０１－１乃至５０１－Ｎは、それぞれページディスクリプタ４０１－１乃至４０１－Ｎの属性情報を表している。一般的に属性情報５０１は、ＯＳ等に依存する。本実施の形態では、これらの属性情報５０１に、ページ読み込みフラグ５０２を追加する。ページ読み込みフラグ５０２は、ページフォルトによる動的読み込みにより、そのページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済かどうかを表すフラグである。
　［物理ページについて］
図６は、物理ページ２０７が、ＲＡＭ１０２（図１）上に並んでいる状態を擬似的に示している。ＲＡＭ１０２には、１ページ分の物理ページ２０７が、物理ページ２０７－０から順に、物理ページ２０７－ｎまで配列されている。ＭＭＵ１３１搭載のＣＰＵ１０１上でソフトウェアが動作される場合、１ページの物理ページ２０７は、このように４KB乃至６４KB単位で１ページとして管理されるように構成されていることが多い。
　図７は、ソフトウェアが所定の動作状態であるときの物理ページの使用状況について説明するための図である。図７中、数字が記載されているページが使用されているページであり、数字が記載されていないページは使用されていないページを示す。ソフトウェアが使うプログラムコードやデータが、図６に示したように、全ての領域を使っていたとしても、ソフトウェアの状態をある単位時間でみた場合、図７で示すように使われていることが多い。すなわち、使用されているページと使用されていないページとがあり、全てのページが使用されているわけではない。
　このソフトウェアが、所定の動作状態のときには、物理ページ２０７－０、物理ページ２０７－２、物理ページ２０７－４、物理ページ２０７－５、物理ページ２０７－９、物理ページ２０７－１６、および物理ページ２０７－１８が使用される。すなわち、図６に示したように、ＲＡＭ１０２には、１ページ分の物理ページ２０７が、物理ページ２０７－０から順に、物理ページ２０７－ｎまで配列されているが、そのうち所定のソフトウェアが、所定の動作状態のときには、全てのページが使われるわけではなく、図７に示したように、複数のページのみが使用される。
　従来のハイバネーション起動による起動の場合、ソフトウェアが動作する前に、図６に示したように、物理ページ２０７－０から物理ページ２０７－ｎまで、順次読み出しが行われてから復帰動作が始まり、所定の動作状態にされる。しかしながら実際に、そのソフトウェアが所定の動作状態になるためには、図７に示したように、所定の複数の物理ページ２０７が読み出されるだけでよい。そこで、本発明においては、後述するように読み出しを制御することで、図７に示したように、必要とされる物理ページ２０７のみが読み出されるようにする。
　従来のハイバネーション起動による起動の場合、図６に示したように物理ページ２０７－０から順次読み出しが行われるため、換言すれば、必要のない物理ページ２０７も読み出されるため、読み出しに時間がかかり、結果として、所定のソフトウェア（ＯＳなども含む）の起動が遅くなるということがあった。しかしながら、本発明によれば、図７に示したように、必要とされる物理ページ２０７のみが読み出されるため、読み出しにかかる時間を短縮することができ、所定のソフトウェア（ＯＳなども含む）の起動を早くすることが可能となる。
　図８は、ソフトウェアの物理メモリマップを示す図である。なお、以下に説明する処理は、ＣＰＵ１０１やＯＳに依存するもので、これらの機能が実装されていれば構成やメモリ配置に制限はなく、以下の説明だけに、本発明が適用されることを示すものではない。
　不揮発メモリ１０４は、電源を切っても記憶内容が保持されるメモリである。図８に示した例では、不揮発メモリ１０４としてFLASH ROMをイメージしている。不揮発メモリ１０４は、メインメモリ上にマッピングされているが、電源を切っても内容が保持され、且つ、ＲＡＭ１０２以上の容量を装備している。しかしながら、本発明を適用できる不揮発メモリ１０４は、Ｉ／Ｏ経由でのアクセス等、必ずしもメモリマップ上にマッピングされている必要はなく、そのアーキテクチャに制限はない。
　データ６０１は、プログラムコード６０２が使用する読み書きができるデータ領域である。データ６０１は物理ページ２０７として、ある特定の大きさに分割されて格納される。データ６０１は、読み書きできる必要があるのでＲＡＭ１０２上に置かれることが好ましい。
　プログラムコード６０２は、起動・実行させる所望のプログラムを示す。一般的なパーソナルコンピュータでWindows（登録商標）やLinuxと言ったＯＳが搭載され、そのうえで動作するソフトウェアである場合、プログラムとは、そのＯＳとソフトウェアを含む。プログラムコード６０２は、物理ページ２０７として、ある特定の大きさに分割されて格納される。このプログラムコード６０２は、ＲＡＭ１０２またはＲＯＭ１０３上に置かれる。
　ＭＭＵテーブル６０３は、図２に示したレベル1ディスクリプタテーブル２０１およびレベル２ディスクリプタテーブル２０４を示している。ページフォルトハンドラ６０４は、ＭＭＵ１３１のレベル２ディスクリプタ２０６がアクセス禁止の属性であり、ページフォルトが発生したとき、割込ベクタ経由で例外処理を行うためのプログラムである。ここではプログラムコード６０２と分けて、ページフォルトハンドラ６０４を記述しているが、プログラムコード６０２に含まれる場合もある。
　割込ベクタ６０５は、一般的なＣＰＵが持つ割込ベクタである。ページフォルトが発生した場合、この割込ベクタ内のページフォルトにプログラムコードがジャンプし、結果的にページフォルトハンドラ６０４が呼び出される。
　データ６０１、プログラムコード６０２、ＭＭＵテーブル６０３、および割込ベクタ６０５の論理アドレスに対する物理アドレスは、任意のアドレスにマッピングできる。
　イメージ保存プログラム６０６は、所望のプログラムが起動された後、所望の状態でメモリイメージが不揮発メモリ１０４に保存されるようにするためのプログラムである。イメージ保存プログラム６０６の論理アドレスと物理アドレスは、同一アドレスにマッピングされる必要がある。
　イメージ復帰プログラム６０７は、イメージ保存プログラム６０６の処理により保存された物理メモリイメージを、必要に応じて物理ページ単位に、データ６０１やプログラムコード６０２を、対応する物理ページに、不揮発メモリ１０４から読み込み、復帰させるためのプログラムである。イメージ復帰プログラム６０７の論理アドレスと物理アドレスは、同一アドレスにマッピングされる必要がある。
　ブートローダ６０８は、電源投入もしくはリセット後に最初に起動されるブートローダである。主にブートローダ６０８は、起動に必要な最低限のＩ／Ｏの初期化を行う。このような構成をソフトウェアは有する。
　［ソフトウェアの動作について］
次に、本発明を適用したソフトウェアの動作について説明する。まず、概要を説明し、その後詳細を説明する。本発明によれば、ソフトウェアの局所性を利用し、ソフトウェアを高速に起動することができる。ソフトウェアにはＯＳ等も含まれる。例えば、容量４GBのＲＡＭを備えるハードウエア上で、所定のソフトウェアを動作させると仮定する。その所定のソフトウェアのプログラムおよびデータの容量の合計が、仮に４GBであったとする。一般的にソフトウェアは、様々なモードや機能を有し、所定の単一の機能だけで、全容量の４GBを使う可能性は極めて低い。
　例えばソフトウェアが、起動後、特定の状態でユーザからのキー入力を待つとする。一般的にはハードウェアのリセット後、ブートローダが起動され、このソフトウェアが立ち上がってユーザからのキー入力待ちの状態とされる。このソフトウェアを既知の技術であるハイバネーションを適用して高速に起動させた場合、メモリイメージを作成する準備として、ユーザからのキー入力待ちの状態でＣＰＵや各Ｉ／Ｏのレジスタが保存され、プログラムコードやデータの合計４GBが、何らかの不揮発メモリに格納されることになる。起動時はこの逆で、通常の起動プロセスは通らず、４GBのメモリが展開され、ＣＰＵやＩ／Ｏのレジスタが復帰され、キー入力の処理に戻ることになる。
　上記ソフトウェアにおいて、「ユーザからの入力を待つ」という状態を考える。この状態では、キー入力の処理が繰り返されており、このようなキー入力に係わる処理に係わるプログラムコードやデータは比較的小さい。本発明は、この原理を利用して高速起動を実現する。動作は大きく分けると以下のようになる。
　(Ａ) 通常起動モードでＯＳや所望のソフトウェアが起動され、そのソフトウェアが所望の状態にされる
　(Ｂ) イメージ保存プログラムが起動され、その起動されたイメージ保存プログラムにより、ＭＭＵ１３１の全てのページテーブルに対してのアクセスを禁止するために、アクセス禁止を示す情報に所定の情報が書き換えられた後、上記（Ａ）の状態のメモリイメージがレジスタに保存されて終了される
 　(Ｃ) 次回以降は、高速起動モードにされることで、（Ａ）の所望の状態で起動される　
　このような高速起動を実現するにあたり、基本的な準備として、通常通りにソフトウェアが起動され、そのソフトウェアが所望の状態にされ、その後、メモリイメージやレジスタが保存される。高速起動時は、ハイバネーション起動とは異なり、全てのメモリイメージがメインメモリに展開されるのではなく、実際に使われるメモリ、即ちプログラムコードやデータが、必要に応じて一部分のみ小刻みに展開される。
　小刻みにプログラムコードやメモリが、メインメモリに展開される方法として、本実施の形態としてはＣＰＵが持つMemory Management Unit(ＭＭＵ１３１)が利用される例をあげて説明している。ＯＳが、ＭＭＵ１３１を使用する場合もあるが、ＯＳが利用する前に、本発明が適用されたソフトウェアが元に戻し、ＯＳは、本発明が適用されたソフトウェアがＭＭＵ１３１を操作したことには関知しない。
　具体的には、メモリイメージが保存される前に、ＭＭＵ１３１のテーブルの内容が書き換えられ、全てのページがアクセス禁止に設定される。また、本発明が適用されたソフトウェアは、前記ページをアクセス禁止にしたというマークを付与する機能も有する。
　仮に、所望のソフトウェアがＯＳ上で動作し、そのＯＳがＭＭＵ１３１を使用する場合も同じである。高速起動時は、ＭＭＵ１３１のテーブルおよびＣＰＵのレジスタのみ先行で復帰される。そして、メモリイメージが作成された後のアドレスに戻される。ＭＭＵ１３１のテーブルは、全てアクセス禁止に設定されているので、戻りアドレスにジャンプした時にページフォルトが発生する。データアクセス時も同じである。ページフォルトを処理するページフォルトハンドラ６０４は、ページフォルトが発生したアドレスからページを計算し、且つ、本発明が適用されたソフトウェアが、マークしたマークをチェックし、そのページを不揮発メモリ１０４からメインメモリ（例えば、ＲＡＭ１０２）へ読み込み、ＭＭＵ１３１のテーブルを書き換え前の元の通りに書き戻す。
　このような処理が繰り返されることで、大容量のメモリイメージであっても、所望の状態に復帰させるには最低限のメモリイメージの読み込みだけで済み、高速に起動することが可能となる。
　［動作の詳細について］
上記してきたように、本発明によれば、所望のソフトウェアをある状態まで通常の起動と比較して高速に起動することが可能である。その高速起動を行う手順を大きく分けると、簡便に上記したが、（Ａ）、（Ｂ）、（Ｃ）の３つに分類される。さらに（Ａ）、（Ｂ）、（Ｃ）を、フローチャートを参照した説明の前に、さらに説明を加える。（Ａ）、（Ｂ）の一連の流れは、一度実行されれば、毎回行う必要がない処理である。通常、（Ｃ）から実行されるようにすることで、高速起動することが可能となる。
　（Ａ）通常起動
（Ａ－１）　 起動モード切替部１１０を通常起動モードに設定し、通常の方法により、ＯＳや所望のプログラムが起動される。
（Ａ－２）　所望のプログラムが起動された後、ソフトウェアが操作されて、ソフトウェアが所望の状態にされる。高速起動時は、この状態で起動される。
　（Ｂ）状態の保存
（Ｂ－１）　 何らかのキーやコマンドなどによりイメージ保存プログラム６０６が起動される。この起動に関する起動方法には、特に制限はない。
（Ｂ－２）　 イメージ保存プログラム６０６は、次回以降に高速に起動したい状態で、メモリイメージとレジスタを保存する。具体的には、イメージ保存プログラム６０６は、ＭＭＵ１３１のテーブルを全てアクセス禁止状態に設定し、その時点でのデータ６０１、プログラムコード６０２、ＭＭＵテーブル６０３、ページフォルトハンドラ６０４、割込ベクタ６０５、およびレジスタ類を不揮発メモリ１０４に保存させる。
　（Ｃ）高速起動
（Ｃ－１）　起動モード切替部１１０が、高速起動モードに設定される。ブートローダ６０８が、起動モードを判断し、高速起動モードの場合は、イメージ復帰プログラム６０７を呼び出す。イメージ復帰プログラム６０７は、イメージ保存プログラム６０６が保存したＭＭＵテーブル６０３、ページフォルトハンドラ６０４、割込ベクタ６０５を復帰させる。
（Ｃ－２）　Ｂ－１の処理でイメージ保存プログラム６０６が起動された後のアドレスに戻る、即ちジャンプする。ＭＭＵ１３１が全てアクセス禁止状態に設定されているので、プログラムコード６０２やデータ６０１にアクセスされる毎に、対応するアドレスにてページフォルトが発生し、ページフォルトハンドラ６０４が呼ばれる。
（Ｃ－３）　ページフォルトハンドラ６０４は、対応する物理ページ２０７を不揮発メモリ１０４から１ページ分読み出し、ＭＭＵ１３１を元に戻す。
（Ｃ－４）　ページフォルトが次々に発生し、Ａ－２の状態になるまで、必要なページフォルトが発生し続ける。
（Ｃ－５）　Ａ－２の状態になるまで物理ページ２０７が読み込まれる。この処理で読み込まれる物理ページ２０７は、実行されるソフトウェアや、その状態にも依存するが、極めて少なく、従来のハイバネーション技術で行われていたように、全ての物理ページ２０７を読み込むのと比較して起動時間は著しく短くすることが可能となる。
　図９乃至１１のフローチャートを参照し、上記（Ａ）、（Ｂ）、（Ｃ）の各動作についてさらに説明を加える。
　図９のフローチャートは、上記（Ａ）、（Ｂ）の処理に該当する。すなわち、主に、電源投入からイメージ保存までの処理に係わるフローチャートである。ステップＳ１０１において、ハードディスクレコーダ１００（図１）の電源が投入、もしくはリセットが発生してシステムが起動される。
　ステップＳ１０２において、ブートローダ６０８（図８）が起動される。このステップＳ１０２で起動されるブートローダ６０８は、ＯＳや所望のソフトウェアを動作させるために最低限のハードウエアの初期化や、必要に応じてＲＯＭ１０３やＨＤＤ１０８に格納されているソフトウェアをＲＡＭ１０２に転送させたりする処理を想定し、そのような処理を実行できるブートローダであればよい。ブートローダ６０８は、システムに依存するものであり必須のものではない。よって、システムによっては、このステップＳ１０２が省略される場合もある。
　ステップＳ１０３において、起動モード切替部１１０の状態がチェックされ、通常起動モードか、高速起動モードかの遷移が切り替えられる（通常起動スイッチがＯＮであるか否かが判断される）。起動モード切替部１１０が通常起動モードの場合、ステップＳ１０４に処理が進められ、高速起動モードの場合、ステップＳ１６１（図１２）に進められる。
　ステップＳ１０３において、通常起動スイッチがＯＮであると判断されると、通常起動モードで起動するため、通常起動フラグがＯＮに設定される。通常起動フラグがＯＮに設定されると、ステップＳ１０５に処理が進められ、ＯＳが搭載されているシステムであれば、ＯＳが起動される。一般的なシステムの場合、ＯＳが起動される時にＭＭＵ１３１が初期化され、図２のＭＭＵ１３１のテーブルが作成される。本発明においては、ＯＳの搭載は必須ではないが、仮にＯＳを搭載しないシステムの場合、ＭＭＵ１３１の初期化を行う必要がある。また、ＯＳ搭載の場合であっても、ＯＳの種類等に制限はない。
　ステップＳ１０６において、高速起動させたい所望のソフトウェアが起動される。ステップＳ１０７において、起動されたソフトウェアが動作する。この処理は、上記したＡ－２の処理に該当する。高速起動により起動した状態と同じ状態にソフトウェアを遷移させる。例えば、所望のソフトウェアに複数のモードがあったと仮定し、その中である特定のモードで高速起動させたいのであれば、ソフトウェアを操作し、そのモードにまで遷移させる。例えば、ハードディスクレコーダ１００の場合、予約するモード、再生するモード、設定するモードなどがあるが、ユーザが再生するモードをよく利用する場合、再生モードにまで遷移される。
　ステップＳ１０８において、イメージ保存プログラム６０６（図８）の処理が開始されたか否かが判断される。この処理は、上記したＢ－１の処理に該当する。コマンドやキー操作、スイッチ等によってイメージ保存プログラム６０６による処理が開始される。このイメージ保存プログラム６０６の実行手段に制限はない。ステップＳ１０８において、イメージ保存プログラム６０６（図８）の処理は開始されていないと判断された場合、ステップＳ１０７に処理が戻され、それ以降の処理が繰り返される．すなわちこの場合、ソフトウェアの動作が継続される。
　一方、ステップＳ１０７において、イメージ保存プログラム６０６（図８）の処理が開始されたと判断された場合、換言すれば、ソフトウェアの動作は終了したと判断された場合、ステップＳ１０９に処理が進められる。以下のステップＳ１０９乃至Ｓ１１７の処理は、上記したＢ－２の処理に該当する。また、ステップＳ１０９乃至Ｓ１１７の処理は、イメージ保存プログラム６０６が実行する処理である。
　ステップＳ１０９において、図１に示したＩ／Ｏ部１０９のレジスタが保存される。基本的には、設定されている値が取得され、保存される。Ｉ／Ｏに関しては、全てのレジスタが読み込める仕様のＩ／Ｏとは限らないので、その場合は個別に対応する必要がある。なお、Ｉ／Ｏの種類や仕様は任意であり、特に本発明を適用するうえでの制限はない。
　ステップＳ１１０において、ＣＰＵ１０１のレジスタが保存される。基本的にはＣＰＵ１０１の全レジスタが保存される。ＣＰＵ１０１やレジスタの種類は任意であり、特に本発明を適用するうえでの制限はない。
　ステップＳ１１１において、アドレス空間の切り換えが行われる。ＣＰＵ１０１は、通常、仮想アドレスモードで動作している。このモードが、仮想アドレスモードから物理アドレスモードに遷移される。仮想アドレスモードから物理アドレスモードへの遷移方法は、ＭＭＵ１３１のアーキテクチャに依存するため、本発明を適用するうえでの遷移方法に制限はない。また、仮想アドレスモードから物理アドレスモードに遷移させ場合、アドレス空間が変化するため、ステップＳ１１１における処理では、論理アドレスと物理アドレスとで同一アドレス空間にマッピングされる必要がある。
　ステップＳ１１２において、キャッシュフラッシュが実行される。ＣＰＵ１０１が、ＴＬＢ（Translation Look-aside Buffer）、一次キャッシュ、二次キャッシュを搭載し、それらが有効だった場合、ＴＬＢおよびキャッシュがフラッシュされる必要がある。これは、次のステップＳ１１３において、ＲＡＭ１０２上に置かれたＭＭＵテーブル６０３の内容を書き換える必要があり、キャッシュに格納されているデータが、全てＲＡＭ１０２に反映されている必要があるからである。このステップＳ１１２におけるキャッシュフラッシュの処理は、必要に応じて行われ、場合によっては省略されても良い処理である。
　ステップＳ１１３において、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３が、全ての物理ページ２０７へのアクセスを禁止する情報に書き換えられる。このステップＳ１１３におけるＭＭＵテーブル書き換え処理については、図１０のフローチャートを参照して後述する。
　ステップＳ１１３において、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３が書き換えられると、ステップＳ１１４に処理が進められる。ステップＳ１１４において、ページディスクリプタの初期化の処理が実行されるが、その処理については、図１１のフローチャートを参照して後述する。
　ステップＳ１１５において、キャッシュフラッシュが実行される。ＣＰＵ１０１がＴＬＢ、一次キャッシュ、二次キャッシュを搭載し、それらが有効だった場合、ＴＬＢおよびキャッシュがフラッシュされる必要がある。これは前段のステップＳ１１３の処理で書き換えたＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３の内容を、確実にＲＡＭ１０２へ反映させるためである。このステップＳ１１５におけるキャッシュフラッシュの処理は、必要に応じて行われ、場合によっては省略されても良い処理である。
　ステップＳ１１６において、不揮発メモリ１０４に対して、ＲＡＭ１０２の全容量の内容が全て保存される。ＲＡＭ１０２のアドレスに対する不揮発メモリ１０４の相対的なアドレス位置が一致している必要がある。例えば、ＲＡＭ１０２の物理アドレスが 0x10000000 から 0x1fffffff にマッピングされていたとする。この場合、例えば不揮発メモリ１０４に対しては、0x40000000 から 0x4fffffff のアドレスにより、データが読み込める必要がある。
　この例の場合、ＲＡＭ１０２のアドレスに対する不揮発メモリ１０４のオフセットは 0x30000000 となるため、ＲＡＭ１０２に対するアドレスであっても、0x30000000 のオフセットを加えるだけで不揮発メモリ１０４内のアドレスに変換することが可能となる。不揮発メモリ１０４は、必ずしもメモリマップ上にマッピングされる必要はない。上記オフセットを加えたアドレスをキーにして読み込みができれば良い。また、不揮発メモリ１０４に対する保存方法は、アーキテクチャに依存するが、本発明の適用するうえで、その保存方法に制限はない。
　ステップＳ１１７で、イメージ保存プログラム６０６での処理が終了される。イメージ保存プログラム６０６での処理が終了されることで、電源がＯＦＦまたはリセット(RESET)することができる状態となる。
　図９に示したフローチャートにおいて、ステップＳ１０３において、通常起動スイッチがＯＮではないと判断されたときの処理と、ステップＳ１１３でのＭＭＵテーブル書き換え処理についての詳細な説明が残っているが、まずここでは、図１０のフローチャートを参照し、ステップＳ１１３でのＭＭＵテーブル書き換え処理についての詳細な説明を行う。
　図１０に示したフローチャートに基づく処理は、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３が、図２で示した構成になっており、このＭＭＵテーブル６０３を書き換える処理である。
　ステップＳ１３１において、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３の書き換えが開始されると、まず、変数レベル1ディスクリプタポインタに、レベル１ディスクリプタテーブル２０１の先頭アドレスが代入される。ステップＳ１３２において、変数レベル１ディスクリプタポインタが指すアドレスからレベル1ディスクリプタ２０３が取得される。
　ステップＳ１３３において、ステップＳ１３２の処理で取得されたレベル１ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在するか否かが判断される。ステップＳ１３３において、レベル１ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在すると判断された場合、ステップＳ１３６に処理が進められ、レベル１ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在しないと判断された場合、ステップＳ１３４に処理が進められる。
　ステップＳ１３４において、変数レベル１ディスクリプタポインタが次のレベル1ディスクリプタポインタのアドレスに移動される。そして、ステップＳ１３５に処理が進められ、レベル1ディスクリプタポインタが最終に到達したか否かが判断される。
　ステップＳ１３５において、レベル1ディスクリプタポインタが最終に到達したと判断されるまで、ステップＳ１３４に処理が戻され、変数レベル１ディスクリプタポインタが次のレベル1ディスクリプタポインタのアドレスに移動されるといった処理が繰り返される。そして、ステップＳ１３５において、レベル1ディスクリプタポインタが最終に到達したと判断されると、処理はステップＳ１１５(図９)に進められる。すなわち、ＭＭＵテーブルの書き換えが終了したと判断され、図９に示したフローチャートの処理に、処理が戻される。
　一方、ステップＳ１３３において、レベル１ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在すると判断された場合、ステップＳ１３６に処理が進められる。ステップＳ１３６において、変数レベル２ディスクリプタポインタに、レベル２ディスクリプタテーブル２０４の先頭アドレスが代入される。
　ステップ１３７において、変数レベル２ディスクリプタポインタが指すアドレスからレベル２ディスクリプタ２０６が取得される。ステップＳ１３８において、ステップＳ１３７の処理で取得されたレベル２ディスクリプタ２０６内に物理ページ２０７が存在するか否かが判断される。ステップＳ１３８において、取得されたレベル２ディスクリプタ２０６内に物理ページ２０７が存在すると判断された場合、ステップＳ１３９に処理が進められ、取得されたレベル２ディスクリプタ２０６内に物理ページ２０７は存在しないと判断された場合、ステップＳ１４４に処理が進められる。
　ステップＳ１３９において、ステップＳ１３７の処理で取得されたレベル２ディスクリプタ２０６内の物理ページ２０７が、ステップＳ１１６(図９)にて保存の対象となるＲＡＭ１０２内のアドレスの範囲内であるか否かが判断される。ステップＳ１３９において、レベル２ディスクリプタ２０６内の物理ページ２０７が、保存の対象となるＲＡＭ１０２内のアドレスの範囲内であると判断された場合、ステップＳ１４０に処理が進められ、保存の対象となるＲＡＭ１０２内のアドレスの範囲内ではないと判断された場合、ステップＳ１４４に処理が進められる。
　ステップＳ１４０において、ステップＳ１３７で取得されたレベル２ディスクリプタ２０６のアクセス許可bit（図３のアクセス許可bit３０５)がチェックされ、その物理ページ２０７がアクセス許可にされているか否かが判断される。ステップＳ１４０において、物理ページ２０７へのアクセスが許可されていると判断された場合、ステップＳ１４１に処理が進められ、物理ページ２０７へのアクセスは許可されていないと判断された場合、ステップＳ１４４に処理が進められる。
　ステップＳ１４１において、ステップＳ１３７の処理で取得されたレベル２ディスクリプタ２０６のアクセス許可bit３０５がアクセス禁止を表すbitに書き換えられる。ステップＳ１４２においてページ読み込みフラグ５０２(図５)がＯＮにされる。そして、ステップＳ１４３において、書き換えられたレベル２ディスクリプタ２０６に対してマーキングが実行される。この処理は、ステップＳ１３７の処理で取得されたレベル２ディスクリプタ２０６のアクセス許可bit３０５が、本発明が適用されたソフトウェアにより書き換えられたのか、他のソフトウェア、例えば、本来のＯＳ等の動作によって書き換えられたのかを識別するための情報を保存する（マーキングする）ために行われる。
　ステップＳ１４３におけるマーキングの仕方については、アーキテクチャに依存し、本発明を適用するうえでの制限はない。例えば、レベル２ディスクリプタ２０６に使われていない空きbitが存在するのであれば、その空きbitをマーキングの情報を埋め込むbitとして使用することができる。また、別途テーブルを持たせてマーキングされたところとされていないところとが管理されるようにしても良い。いずれにせよ、仮にＯＳ等が搭載されたシステムで、かつ、ＯＳがこれらのbitを使用していた場合は、共存するような仕組みにすることで、本発明を実施することが可能である。
　ステップＳ１４４において、変数レベル２ディスクリプタポインタが、次のレベル２ディスクリプタ２０６のポインタのアドレスに移動される。このステップＳ１４４への処理には、ステップＳ１３８において、レベル２ディスクリプタ２０６内に物理ページ２０７が存在しないと判断された場合、ステップＳ１３９において、レベル２ディスクリプタ２０６がＲＡＭ１０２を指していないと判断された場合、または、ステップＳ１４０において、物理ページ２０７へのアクセスは許可されていないと判断された場合にも来る。
　ステップＳ１４５において、レベル２ディスクリプタポインタが最終に到達したか否かが判断される。ステップＳ１４５において、レベル２ディスクリプタポインタが最終に到達したと判断されるまで、ステップＳ１３７に処理が戻され、それ以降の処理が繰り返される。一方、ステップＳ１４５において、レベル２ディスクリプタポインタが最終に到達したと判断された場合、ステップＳ１３４に処理が進められる。ステップＳ１３４以降の処理については既に説明したので、その説明は省略する。
　このようにして、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３が書き換えられる。
　次に、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブル６０３が書き換えられた後に実行されるステップＳ１１４(図９)における処理について説明する。ステップＳ１１４において、ページディスクリプタの初期化処理が実行される。このページディスクリプタの初期化処理について、図１１のフローチャートを参照して説明する。
　ステップＳ１５１において、ページディスクリプタの初期化が開始されると、まずステップＳ１５２において、ページディスクリプタテーブルのポインタがテーブルの先頭に移動されることで、初期化が実行される。例えば、図４に示したページディスクリプタテーブル４０２が処理対象とされたときには、ページディスクリプタ４０１－１にポインタが移動される。
　ステップＳ１５３において、ページディスクリプタ内に存在する読み込みフラグがOFFに設定される。例えば、ページディスクリプタ４０１－１の属性情報の１つであるページ読み込みフラグ５０２(図５)が、オフに設定される。
　ステップＳ１５４において、ページディスクリプタテーブルのポインタが＋１だけ加算され、次のページディスクリプタに処理が進められる。すなわち、例えば、ページディスクリプタ４０１－１にポインタが位置していたときには、ページディスクリプタ４０１－２にポインタが移動され、ページディスクリプタ４０１－２が処理対象とされる。
　ステップＳ１５５において、ページディスクリプタテーブルのポインタが、最終テーブルか否かが判断される。ポインタの値が１だけ加算された結果、次のページディスクリプタに処理が移動するが、最終であった場合には、処理すべきページディスクリプタが存在しないことになる。よって、ステップＳ１５５において、ページディスクリプタのポインタが最終テーブルに位置すると判断された場合、処理が終了され、最終テーブルに位置してないと判断された場合、ステップＳ１５３に処理が戻され、異動先のページディスクリプタに対して、ステップＳ１５３以降の処理が実行される。
　このようにして、ページディスクリプタ４０１内の属性情報であるページ読み込みフラグが全てオフ（OFF）に設定されることで、ページディスクリプタの初期化処理が実行される。その後、ステップＳ１１４（図９）に処理が進められ、それ以降の処理が、上述したように実行される。
　［高速起動時の処理について］
　次に、高速起動時の処理について説明する。高速起動は、ステップＳ１０３において、通常起動スイッチがＯＮになっていないと判断されたとき、すなわち、高速起動にスイッチが切り替えられていると判断されたときに実行される。図１２のフローチャートは、ステップＳ１０３において、通常起動スイッチがＯＮにはなっていないと判断されたときに処理が進められるフローチャートであり、高速起動時の処理について説明するためのフローチャートである。
　ステップＳ１６１において、高速起動モードで起動するため、通常起動フラグがＯＦＦ（高速起動フラグがＯＮ）に設定される。ステップＳ１６２において、必要に応じて、割込ベクタ６０５、ページフォルトハンドラ６０４、ＭＭＵテーブル６０３が、イメージが保存された時と同じＲＡＭ１０２のアドレスに読み込まれる。
　ステップＳ１６３において、ＭＭＵ１３１のＭＭＵテーブルが読み込まれる。このステップＳ１６３において実行されるＭＭＵテーブル読み込み処理については、図１３のフローチャートを参照し、後述する。
　ＭＭＵテーブルの読み込みが終わると、ステップＳ１６４に処理が進められる。ステップＳ１６４において、ＣＰＵ１０１のアドレス空間が、物理アドレスモードから仮想アドレスモードに遷移される。物理アドレスモードから仮想アドレスモードに遷移させる場合、アドレス空間が変化するため、ステップＳ１６４における処理では、論理アドレスと物理アドレスが同一アドレス空間にマッピングされる。
　ステップＳ１６５において、ステップＳ１１０(図９)で保存されたＣＰＵ１０１のレジスタの値が不揮発メモリ１０４から読み出され、ＣＰＵ１０１に対して復帰される。ＣＰＵ１０１やレジスタの種類は任意であり、本発明を適用するうえでの制限はない。
　ステップＳ１６６において、ステップＳ１０９(図９)で保存されたＩ／Ｏのレジスタの値が、不揮発メモリ１０４から読み出され、Ｉ／Ｏ部１０９に対して復帰される。Ｉ／Ｏの種類や仕様は任意であり、本発明を適用するうえでの制限はない。
　このように、レジスタなどが復帰されると、ステップＳ１０７(図９)に処理が進められる。ステップＳ１０７において、ソフトウェアが動作する。この場合、ステップＳ１０４乃至Ｓ１０６の処理が実行されずに、ステップＳ１０７においてソフトウェアが動作開始となる。よって、ステップＳ１０４乃至Ｓ１０６の処理が実行される分だけ、少なくともソフトウェアが動作開始できるまでにかかる時間が短縮できることになる。特に、ステップＳ１０５におけるＯＳの起動やＭＭＵの初期化にかかる時間、およびステップＳ１０６におけるソフトウェアの起動にかかる時間をなくすことができることで、大幅な時間の短縮を期待することができる。
　図１２のフローチャートの説明に戻り、ステップＳ１６３で実行されるＭＭＵテーブル読み込み処理の詳細について、図１３のフローチャートを参照して説明する。
　ステップＳ１８１において、ＭＭＵテーブル６０３の読み出しが開始されると、まずレベル1ディスクリプタテーブル２０１が読み出される。このレベル１ディスクリプタテーブル２０１は、ステップＳ１１６(図９)の処理で、不揮発メモリ１０４にＲＡＭ１０２の内容が保存されたが、その不揮発メモリ１０４に保存されている内容から、レベル1ディスクリプタテーブル２０１のみが読み出される。
　ステップＳ１８２において、変数レベル1ディスクリプタポインタに、レベル1ディスクリプタテーブル２０１の先頭アドレスが代入される。ステップＳ１８３において、変数レベル1ディスクリプタポインタが指すアドレスからレベル1ディスクリプタ２０３が取得される。ステップＳ１８４において、ステップＳ１８３の処理で取得されたレベル1ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在するか否かが判断される。
　ステップ１８４において、取得されたレベル1ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在すると判断された場合、ステップＳ１８７に処理が進められ、取得されたレベル1ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタは存在しないと判断された場合、ステップＳ１８５に処理が進められる。
　ステップＳ１８５において、変数レベル1ディスクリプタポインタが、次のレベル1ディスクリプタポインタのアドレスに移動される。そして、ステップＳ１８６において、レベル1ディスクリプタポインタが、最終に到達したか否かが判断される。ステップＳ１８６において、レベル1ディスクリプタポインタが、最終に到達したと判断された場合、ステップＳ１６４（図１２）に処理が進められる。すなわちこの場合、ＭＭＵテーブル６０３の読み込みが完了されたため、次の処理へ処理が進められる。
　一方、ステップＳ１８６において、レベル1ディスクリプタポインタ２０３は、最終に到達していないと判断された場合、ステップＳ１８３に処理が戻され、それ以降の処理が繰り返される。ステップＳ１８３乃至Ｓ１８６が繰り返され、ステップＳ１８４において、取得されたレベル1ディスクリプタ２０３内にレベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが存在すると判断されると、ステップＳ１８７に処理が進められる。
　ステップＳ１８７において、ステップＳ１８３で取得されたレベル1ディスクリプタ２０３内にある、レベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが、ＲＡＭ１０２を指しているか否かが判断される。ステップＳ１８７において、レベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタが、ＲＡＭ１０２を指していると判断された場合、ステップＳ１８８に処理が進められ、レベル２ディスクリプタテーブル２０４へのポインタは、ＲＡＭ１０２を指していないと判断された場合、ステップＳ１８５に処理が進められ、それ以降の処理が繰り返される。
　ステップＳ１８８において、レベル２ディスクリプタテーブルが読み出される。このレベル２ディスクリプタテーブル２０４は、ステップＳ１１６(図９)の処理で、不揮発メモリ１０４にＲＡＭ１０２の内容として保存され、その不揮発メモリ１０４に保存されている内容から、レベル２ディスクリプタテーブル２０４のみが読み出される。その後、処理は、ステップＳ１８５に進められ、それ以降の処理が繰り返される。
　このようにして、ＭＭＵテーブルの読み出しが行われる。
　［ページフォルト発生時の処理について］
　次に、図１４のフローチャートを参照し、ページフォルトが発生したときに実行される処理について説明を加える。ステップＳ２０１において、ページフォルトが発生すると、割込ベクタ６０５にジャンプされる。すなわち、割込ベクタ６０５から、実際のページフォルト処理を行う割込ハンドラへのジャンプが実行される。
　一般的なＣＰＵ１０１は、ページフォルトが発生した場合、割込処理として特定の割込ベクタにジャンプし、その割込ハンドラとして処理する。図１４に示したページフォルト発生時の処理に係わるフローチャートは、ページフォルトの割込を処理する割込ハンドラを想定しているが、これらはＣＰＵ１０１のアーキテクチャに依存する。なお、本発明の適用は、ＣＰＵ１０１のメーカや型番により、制限が加えられることはない。
　ステップＳ２０２において、通常起動フラグがＯＮであるか否かがが判断される。通常起動フラグは、例えば、ステップＳ１０４(図９)の処理でＯＮに設定される。ステップＳ２０２において、通常起動フラグがＯＮであると判断された場合、換言すれば、通常起動であると判断された場合、ステップＳ２０７に処理が進められる。一方、ステップＳ２０２において、通常起動フラグがＯＮではないと判断された場合、換言すれば、高速起動であると判断された場合、ステップＳ２０３に処理が進められる。
　ステップＳ２０３において、対象となる物理ページ２０７、即ちページフォルトが発生したアドレスに対応する物理ページ２０７が、マーキングされた物理ページ２０７であるか否かが判断される。マーキングは、ステップＳ１４３（図１０）の処理で実行されたマーキングである。すなわち、マーキングされている物理ページ２０７は、本発明を適用したソフトウェアにより、アクセス禁止に書き換えられた物理ページ２０７である。
　なお、一般的に物理ページ２０７とアドレスには、以下の計算式が満たされるが、これらはＣＰＵ１０１のアーキテクチャに依存するので、特にこの計算式に本発明の適用範囲が限定されるものではない。
　物理ページ = アドレス／ページサイズ（例えば、上記した例では４KB）
この式が示すように物理ページは、アドレスをページサイズで除算したものとなる。
　ステップＳ２０３において、ページフォルトが発生したアドレスに対応する物理ページ２０７は、マーキングされた物理ページ２０７であると判断された場合、ステップＳ２０４に処理が進められ、マーキングされていない物理ページ２０７であると判断された場合、ステップＳ２０７に処理が進められる。
　ステップＳ２０４において、対象となる物理ページ２０７、即ちページフォルトが発生したアドレスに対応する物理ページ２０７が、ステップＳ１１６（図９）の処理で不揮発メモリ１０４に保存されたイメージから４KB分のみ読み出される。
　ステップＳ２０５において、対象となる物理ページ２０７、即ちページフォルトが発生したアドレスに対応する物理ページ２０７の、レベル２ディスクリプタ２０６のアクセス許可bit３０５がアクセス許可に書き換えられる。ステップＳ２０６において、ステップＳ１４３（図１０）の処理でマーキングした識別情報が解除される。
　このようにして、ページフォルトが発生されたときの処理が実行されることで、高速起動が実現される。
　一方、ページフォルトが発生したが、ステップＳ２０２において、通常起動フラグがＯＮであると判断された場合、または、ステップＳ２０３において、対象ページはマーキングされていないと判断された場合、ステップＳ２０７に処理が進められる。ステップＳ２０７において、標準のページフォルトの処理が実行される。すなわち、通常起動のときや、本発明が適用されたソフトウェア以外のソフトウェア（ＯＳなど）が、アクセスを不許可に設定していたような場合、通常起動や、アクセス不許可時の処理が実行される。
　本発明を適用したシステムに、ＯＳ等が搭載されていた場合、標準的なページフォルトハンドラが通常実装されている。それに対して、上記したようなページフォルト機能がシステムに実装された場合、ＯＳ本来が行うページフォルト処理が、改めて実行される必要があるときもある。このステップＳ２０７の処理は、ＯＳ等のシステムに依存するものであり必須の処理ではないため、本実施の形態として省略することも可能である。
　このようにして、ページフォルトが発生したときの処理が実行されることで、高速起動が実現される。
　［ディスクリプタの書き換えについて］
次に、レベル２ディスクリプタの書き換えの処理について説明する。共有ページの機能を有する場合、例えば、物理ページ２０７（図２）が共有される場合、複数のタスクから、アクセスされる可能性がある。レベル２ディスクリプタ２０６は、物理ページ２０７を示すポインタや属性から構成されるディスクリプタであるが、所定のタスク（タスクＡと記述する）が、レベル２ディスクリプタ２０６を書き換えた後、タスクＡとは異なるタスクＢが物理ページ２０７にアクセスする可能性がある。
　そこで、高速起動後に共有メモリが確保された際、任意のタスク、例えばタスクＡやタスクＢがレベル２ディスクリプタ２０６を書き換える際に実行する処理について、図１５のフローチャートを参照して説明する。
　レベル２ディスクリプタ２０６の書き換え処理が実行されると、ステップＳ２３１において、書き換えを実行するタスクが、共有メモリを確保した際に割り当てられる物理ページ２０７に対するページディスクリプタのページ読み込みフラグ５０２（図５）がオン（ON）であるか否かを判断する。ページ読み込みフラグ５０２は、ページフォルトによる動的読み込みにより、そのページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済かどうかを表すフラグであるので、オンと設定されているときには、ページフォルトが発生したページに対する読み込みが既に済んでいるときである。
　ステップＳ２３１において、ページ読み込みフラグはオンであると判断された場合、ステップＳ２３２に処理が進められ、そのページを指し示すレベル２ディスクリプタ２０６のマーキング処理が実行される。このマーキングの処理は、ステップＳ１４３（図１０）で実行される“書き換えたレベル２ディスクリプタ２０６に対してマーキングする”という処理と同様に行われる。
　一方、ステップＳ２３１において、ページ読み込みフラグはオフであると判断された場合、ステップＳ２３３に処理が進められ、そのページを指し示すレベル２ディスクリプタ２０６のマーキングの解除が実行される。このマーキングの解除は、ステップＳ２０６（図１４）で実行される“対象ページに対してマーキングを解除する”という処理と同様に行われる。
　このようにして、レベル２ディスクリプタの書き換えが実行される。
　［アイドルタイム時の処理について］
上記したように、本実施の形態を適用することで高速起動が可能となるが、さらなる高速化を実現するために、以下の処理が、上記した処理とは別のタイミングで行われるようにすることも可能である。一般的にコンピュータなどの制御装置は、何もしないアイドル時間が存在する。例えば、ユーザが何らかの操作を行うような制御装置の場合、特に何も操作がされない時間が発生する。この時間、すなわち、アイドルタイムを利用し、後の時点で読み込む必要があると思われるページを事前に読み込みしておくことで、さらなる高速起動を実現する。
　ＯＳの機能として、アイドルタイムを検出する機能がある。アイドルタイムを検出し、負荷が軽い時と判断されるときに、将来読むであろうと思われるページを事前読み込みを実行する。そのような処理について、図１６のフローチャートを参照して説明する。
　アイドルタイムの先行読み込み処理が開始されると、ステップＳ３０１において、ページディスクリプタテーブルを指すページディスクリプタテーブルポインタが先頭にされることで初期化が実行される。図１１のフローチャートのステップＳ１５２の処理と同様に処理が実行される。例えば、図４に示したページディスクリプタテーブル４０２が処理対象とされたときには、ページディスクリプタ４０１－１にポインタが移動される。
　ステップＳ３０２において、ＣＰＵ１０１への負荷が低い状態であるか否かが判断される。ＣＰＵの負荷に関する情報は、ＯＳが提供する場合が多く、そのＯＳや提供方法に基づいて提供される情報を利用して、ステップＳ３０２における処理が実行される。よって、ＣＰＵの負荷に関する情報の取得や、その負荷に対する判断は、ＯＳや提供方法の実装依存となるが、本発明を適用するうえで、ＯＳなどで制限が加えられることを意味するものではない。
　ステップＳ３０２において、ＣＰＵ１０１の負荷が高いと判断された場合、ステップＳ３０２の処理が繰り返される。すなわち、ＣＰＵ１０１の負荷が低いと判断されるまで、ステップＳ３０２の処理が繰り返され、低いと判断された時点で、次の処理に処理が移行される。
　ステップＳ３０３において、ページ読み込みフラグがオフ（OFF）であるか否かが判断される。読み込みを実行するタスクが、読み込みを実行したい物理ページ２０７に対するページディスクリプタのページ読み込みフラグ５０２（図５）がオフであるか否かを判断することで行われる。ページ読み込みフラグ５０２は、ページフォルトによる動的読み込みにより、そのページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済かどうかを表すフラグであるので、オフと設定されているときは、ページフォルトが発生したページに対する読み込みが、まだ済んでいないときである。
　ステップＳ３０３において、ページ読み込みフラグはオフであると判断された場合、ステップＳ３０４に処理が進められ、オフであると判断されたページ読み込みフラグがオン（ON）に設定される。そして、ステップＳ３０５において、ページディスクリプタに対応するページの一部がダミーリードされる。このダミーリードにおける読み込みサイズに制限は無い。１バイトでも読み込みが実行されれば、上記したページフォルトが発生し、そのページは読み込まれたことになる。
　すなわち、ステップＳ３０４とステップＳ３０５において、読み込みが行われていないページ（ページ読み込みフラグがオフに設定されているページ）が読み込まれ、読み込みが実行されたので、そのことを示すために、ページ読み込みフラグがオンにされる。このようにして、読み込まれてないページが判断され、読み込みが実行される。
　ステップＳ３０５において、ダミーリードが実行された場合、または、ステップＳ３０３において、ページ読み込みフラグはオンであると判断された場合、ステップＳ３０６に処理が進められ、ページディスクリプタテーブルのポインタが＋１だけ加算され、次のページディスクリプタに処理対象が進められる。すなわち、例えば、ページディスクリプタ４０１－１にポインタが位置していたときには、ページディスクリプタ４０１－２にポインタが移動され、ページディスクリプタ４０１－２が処理対象とされる。
　ステップＳ３０７において、ページディスクリプタテーブルのポインタが、最終テーブルか否かが判断される。ポインタの値が１だけ加算された結果、次のページディスクリプタに処理が移動するが、最終であった場合には、処理すべきページディスクリプタが存在しないことになる。よって、ステップＳ３０７において、ページディスクリプタのポインタが最終テーブルに位置すると判断された場合、処理が終了され、最終テーブルに位置してないと判断された場合、ステップＳ３０２に処理が戻され、それ以降の処理が実行される。
　このようにして、ＣＰＵ１０１の負荷が低いと判断されるときに、ダミーリードが実行されることで、将来読み込まれる可能性のあるページが先読みされる。上記したように高速起動を実現したときに、ページアクセス時にページフォルトが発生して動的にページを読み込む処理が発生するため、読み込むページ数が増大すると、処理が重くなり起動が遅くなってしまう可能性も考えられる。しかしながら、このようなアイドルタイムを利用した処理を実行することで、アイドルタイム時に先行して将来読まれると思われるページが読み込まれ、動的メモリの読み込み処理を減らすことができ、全体の速度向上を実現できる。
　読み込むページ数が増大することにより処理が重くなるようなときでも、起動を高速化できることは勿論のこと、読み込むページ数が多くないときであっても、さらなる高速化を実現できることは言うまでもない。
　［効果］
上記したように、Memory Management Unit(ＭＭＵ)、もしくは、ＭＭＵ相当のメモリ管理機能を搭載したコンピュータシステム上で、ＭＭＵのテーブルに対し、ソフトウェアの動作に必要なＲＡＭの最小単位、いわゆるページに対して、全てのページにてページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換え、起動時は、アクセスするＲＡＭに対して発生したページフォルトに対し、本来ＯＳ等が有する既知の技術であるページイン・ページアウトとしての機能だけでなく、発生したページフォルトの機能を保存したメモリイメージのページ単位の読み込みに用いることで、以下のような効果がある。
　まず、必要最小限のメモリイメージの読み込み容量を実現することが可能となる。このことにより、例えば、パーソナルコンピュータの起動時間を短縮することが可能となる。具体的には、従来、数十秒から数分を要していた起動時間を、数秒以内で起動させることができるようになる。
　また、デジタル家電の起動時間を短縮することが可能となる。テレビジョン受像器やハードディスクレコーダなどのデジタル家電（電子機器）には、ＯＳ（所定のソフトウェア）を搭載した機種がある。所定のソフトウェアを搭載した機器の場合、起動時間が長くなることがあるが、本発明を適用することで、これらのデジタル家電における起動時間を短縮できるようになる。
　また、バッテリの寿命を延命化することが可能となる。従来の高速起動を実現させる方法として、ＣＰＵやメモリを省電力モードに移行させる方法があった。この方法では、省電力モードとは言え、電力は必要であり、バッテリで動く機器にとってはその消費電力は無視できない。本発明を適用することで、不揮発メモリに起動イメージを保存することが可能となり、電源をＲＡＭに供給したまま停止させる、いわゆるサスペンド（従来の省電力モードに対応）を使う必要がなくなる。よって、結果的に、バッテリ寿命を著しく伸ばすことができる。
　さらに、家電製品の省エネルギー化を実現することが可能となる。テレビジョン受像器やハードディスクレコーダなどは一般的に起動が遅く、そのために「高速起動モード」なるモードを持つ機種も存在している。しかしながら、この「高速起動モード」は、家電製品を高速に起動させるため、常に電源を投入していることで、高速起動を実現している。そのため電力は電源投入時と同等に消費されている。
　しかしながら、本発明を適用することで、起動時間を短くすることができるため、「高速起動モード」のときにかかる起動時間と同等、またはそれ以上に短い起動時間で起動させることができるようになり、「高速起動モード」を設ける必要がなくなる。したがって、「高速起動モード」のときに、常に電源を投入してなくてはならないといった状態をなくすことが可能となるため、結果として省エネルギー化を実現することが可能となる。
　さらに本発明を適用することで、上記した効果の他に、共有メモリも動的読み込み対象ページとして処理することが可能となる。また、事前に読み込み部分のサイズを小さくすることが可能となり、結果として、さらなる起動時間の短縮を可能とすることができる。
　上記したコンピュータが実行するプログラムは、本明細書で説明する順序に沿って時系列に処理が行われるプログラムであっても良いし、並列に、あるいは呼び出しが行われたとき等の必要なタイミングで処理が行われるプログラムであっても良い。また、専用のハードウェアで構成することもできる。また、本明細書において、システムとは、複数の装置により構成される装置全体を表すものである。
　なお、本発明の実施の形態は、上述した実施の形態に限定されるものではなく、本発明の要旨を逸脱しない範囲において種々の変更が可能である。
　１００　ハードディスクレコーダ，　１０１　ＣＰＵ，　１０２　ＲＡＭ，　１０３　ＲＯＭ，　１０４　不揮発メモリ，　１０５　ＭＰＥＧエンコード・デコード部，　１０６　チューナ，　１０７　ＨＤＤインターフェース，　１０８　ＨＤＤ，　１０９　Ｉ／Ｏ部，　１１０　起動モード切替部

Claims (6)

  1. 　メモリを管理する機能を有する制御装置に、
    　所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換え、
    　前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出す
    　ステップを含み、
    　前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、
    　既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする
    　処理を実行するコンピュータが読み取り可能なプログラム。
  2. 　前記所定のソフトウェアが起動された後、前記ページテーブルエントリを書き換え、その起動時のデータ、プログラムコード、テーブル、ページフォルトハンドラ、割り込みベクタ、およびレジスタを、前記メモリに記憶させる
    　請求項１に記載のプログラム。
  3. 　前記メモリのうち、書き換えの対象となる前記ページテーブルエントリを記憶しているのはＲＡＭであり、順次読み出される前記ページを記憶しているのは不揮発メモリである　請求項1に記載のプログラム。
  4. 　組み込み型のコンピュータが読み込む
    　請求項1に記載のプログラム。
  5. 　メモリを管理する機能を有する制御装置の制御方法において、
    　所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換え、
    　前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出す
    　ステップを含み、
    　前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、
    　既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする
    　制御方法。
  6. 　メモリを管理する機能を有する制御装置において、
    　所定のソフトウェアの動作に必要なページに対して、全てのページでページフォルトが発生するようにページテーブルエントリを書き換える書き換え手段と、
    　前記ソフトウェアが起動時に、前記ページテーブルエントリで、ページフォルトが発生し、そのページフォルトが発生したページを順次読み出す読み出し手段と
    　を備え、
    　前記ページが複数のタスクで共有される共有ページである場合、前記共有ページを管理するページディスクリプタに、前記ページフォルトが発生したページに対して既に読み込み済か否かを表すフラグが属性情報として含まれ、
    　既存のページに対して新規で前記共有ページを確保した場合、その新規に確保した前記共有ページに対応するページディスクリプタを書き直し、新規に確保した前記共有ページを確保した仮想メモリアドレスに対してもページフォルトが発生するようにする
    　制御装置。
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