JPH07509087A - 相異なるアクセス特性を有する少なくとも２つのロジックメモリ領域に細分化されたフリーなコンピュータメモリのダイナミック管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 相異なるアクセス特性を有する少なくとも２つのロジックメモリ領域に細分化さ れたフリーなコンピュータメモリのダイナミック管理方法計算装置のフリーなメ モリ　（空間）の管理はそれのｏｓ−ｃｍ々の手法で行われ得る。メモリ管理の 基礎をなすアルゴリズムの選択は実質的に２つの基準により定められる。一方で はメモリ管理方式は小さな制限された主記憶装置にたいして最適化され得る。換 言すればわずかなメモリロケーション（スペース）不活用（無用）状態しか許容 されず、動作中メモリ断片化（フラグメンテーション）によってメモリへの比較 的高いアクセス時間を来し得る。

他方ではリアルタイム適用のためのメモリ管理が最適化され得る。ここにおいて 重要なことはメモリが迅速に見出され、要求プロセスに割り当てられ得ることで ある。比較的大きなメモリロケーション（スペース）非活用状態が許容可能にな り、生じるメモリ断片化によって、戻される（返還される）メモリセグメントの 融合の阻害を来してはならない。

高い安全上の要求及び著しくクリティカルな時間条件の場合において、屡々第２ の手法が選定される。殊に、通信システムに対してメモリ管理（部）システムの 選択の除法の基準尺度が遵守されるべきである。

−５０％までのメモリロケーション（スペース）不活用状態が許容可能である。

−メモリ断片化によっては長いシステム動作時間及び著しく変動するメモリ要求 （例えばオブジェクト指向のプログラミングも基因）の際にも劣悪な遅延特性又 は益々高くなるメモリ要求度を来してはならない。

換言すれば戻されるメモリ領域の融合が最大化されるべきである。

一実時間要求が充足されねばならない。換言すれば格納（メモリ）の要求及び戻 りの過程は高いダイナミックな効率を有しなければならない。殊に、当該過程は 管理されるメモリ断片（部片ピース）の数の増大と共に益々長くなるサーチ（検 索）過程を含んではいけない。更に総合すればガーベッジコレクシジンルーチン はそれの継続する間システムのストップを必要とし。

使用可能でない。

一通信上の適用（アプリケーション）では段階付けられたりセント可能性（換言 すればデータ及びプロセッサの再初期設定）が必要とされる。このためには付加 的なメモリ不活周分（むだ分）なしで複数のロジックメモリ領域（これらはアク セス形式の点で相異なる）を同じ物理的メモリ上で管理することが必要である。

−高い安全上の要求を考慮するためにユーザソフトウェアにおける誤りの作用、 影響は十分に制限可能で特表千７−５０９０８７　（３） なければならない、従って、殊に、計算装置にてプロセッサにより用意されるよ うなメモリ保護手段はプログラムの動作実行時間上の効率を損なうことなくでき るだけ使用されねばならない。

上記の制限的（制約的）基準尺度に基づき、通信技術上のアプリケーションにて メモリ管理のための基礎として下記刊行物に記載されたようなりｕｄｄｙ−シス テムのみが考慮の対象とされる。

Ｋｎｕｔｈ、Ｄ、Ｅ、：Ｔｈｅ　Ａｒｔ　ｏｆＣｏｍｐｕｔｅｒ、Ｖｏｗ、　１ ．　Ａｄｄｉｓ。

ｎｗｅｓｌｅｙ、Ｒｅａｄｉｎｇ、Ｍａｓｓ、。

１９８６、第２版　１９７３゜ Ｂｕｄｄｙアルゴリズムによればメモリは所謂許容されるサイズ（大きさ）での み行われる。或１つのプロセスにより要求されるメモリサイズ（大きさ）は次に 最も高い許容サイズ（大きさ）へ丸められる。それぞれの許容サイズ（大きさ） にはフリーの断片の順序付けられていないリストが存在する。所定のサイズ（大 きさ）を以ての格納メモリ要求の際先ず当該リストは次に最も高い許容サイズ（ 大きさ）の１つのフリーのエレメントが存在しているか否かについてチェックさ れる。肯定の場合にはフリーなエレメントが要求プロセスに割り当てられる。否 定の場合には反復的に次の最も高いサイズ（大きさ）の１つのフリーのエレメン トが分割される。この過程は下記の状態まで行われる、即ち、その大きさに従っ て要求されるメモリサイズ（大きさ）に比して次に最も高い許容サイズ（大きさ ）に相応するエレメントが得られるまで行われる。

当該エレメントはその際要求するプロセスに割り当てられる。

Ｂｕｄｄ）ｌアルゴリズムはプロセスに対して相応のサイズ（大きさ）の適当な エレメントを見出し得ない場合、又は別のエレメントから分割によりそのような エレメントを生成し得ない場合、なおフリーのメモリ領域から最大サイズ（大き さ）の１つのエレメントを占有し１分割により所望の許容サイズ（大きさ）に相 応する１つのエレメントを生成する。

或１つのメモリ断片（これは１つのプロセスにより要求されている）の戻りの際 、それの隣接メモリ断片のアドレスが計算される（許容メモリサイズ（大きさ） に依存して）、当該セグメントは挿入され、そして、隣接断片がフリーの場合に は両者が融合されリスト内にサイズ（大きさ）（これは融合の後生じるものであ る）のもとて記入（エントリ）される。融合の過程は下記の状態生起まで継続さ れる、即ち相応のサイズ（大きさ）のなおフリーのメモリ断片が存在するまで。

ないし、最大可能の許容メモリセグメントサイズ（大きさ）の達せられるまで継 続される。

これまでは高い実行時間効率に対する高い要求及び種々のデータ、プロセスに対 する様々のアクセス／リセット条件を考慮する。メモリ管理方法は公知でない。

本発明の基礎を成す課題とするところは種々のデータ及びプロセスに対して様々 のアクセス−及びリセット条件を可能にし、かつ、高い動作実行時間を大きなア クセス確実性と組合せ結合する方法を提供することにある。

上記方法の課題は請求の範囲１の条件により解決される。

本発明の他のすべての発展形部は引用請求項の請求範囲に示されている。

特に有利には本発明の方法によれば穫々のアクセス−及びリセット条件に対して 別個のロジックメモリ領域が規定され、該ロジックメモリ領域は別個のＢｕｄｄ ｙ管理アルゴリズムにより処理される。

また、有利には本発明の方法の適用の際１つのロジックメモリ慴域の消去後、上 記メモリ領域をそのサイズ（大きさ）に従って確保し得る、それというのはフリ ーのメモリ内に空隙（ギャップ）が生じ得ないからである。

有利には本発明の方法ではＢｕｄｄ）ｌアルゴリズムにて最大許容メモリセグメ ントとして許可（可能に）されているセグメントに対して、これが割り当てられ ると直ちにセグメント保護を施す。

このことは下記の利点を有する。

一一単に１つ日セグメントサイズ（大きさ）を管理しさえすればよい、 ｍ−１つのメモリ領域へのセグメント全体の新たな割当の際のみメモリ保護に対 するデマンド（要請）が生じるのであり、このことは個々のメモリスペース要求 ないし戻り（リターン）の際起こらない（動作実行時間効率）ニ ーー概して限られた数の保護可能な背気メントが大きなメモリにとって十分であ る。

そのような低い程度のデマンド（要求度）にも拘わらず、プロセス（これは１つ のセグメントにアクセスするか、又は１つのセグメントのサブユニットにアクセ スする）が、誤ったアドレス計算の際当該のセグメントサイズ（大きさ）を越え て書込み得す、もって（場合により他のロジックメモリ領域であっても）他のセ グメントにてデータを破壊し得ないことが達成される。

更に有利には本発明の方法においてセグメント保護を実施する場合、当該のセグ メント保護を特徴付けるデータをそのために設けられたテーブル、又はリスト、 又はメモリ領域中に記入（エントリ）すると有利である、それというのは当該デ ータは迅速に見出し得、容易に管理可能であるからである。

該保護に係わる本５＠明の方法に対する変化可能且つ特徴的な重要な標識（フィ ーチャ）は開始アドレス。

セグメント長、１つのセグメントへのアクセス形式である。

本発明の方法の適用上有利であるのは８０３８６マルチプレクサから以降のもの である、それというのは赤本発明の方法にとっては８０２８６以降のマルチプレ クサの使用に関連してメモリサイズ（大きさ）保護のため管理データをＧＤＴ　 （Ｇｌｏｂａ　ｌ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ　Ｔａ１ｅ）及びＬＤＴ　（Ｌｏ　ｃ 　ａ　ＩＤｅｓｃｒｉｐｔｏｒ　Ｔａｂｌｅ）にて管理することも有利である、 それは、当該テーブルへのプロセッサのアクセスが時に迅速且つ簡単に行われ得 るからである。

特に有利には本発明の方法の使用の際ＢｕｄｄＹアルゴリズムに対してメモリセ グメント長を許容し、該セグメント長は２ｓ〜２１６にの領域に亘るようにする 。

その結果、わずかな所要メモリがセグメントデータの管理に必要であり、そして 分割のための計算及びセグメントの融合がダイナミックに行われる。

次に図を用いて本発明を説明する。

図１及び図２は本発明の方法により適用されるメモリ管理過程実施上の瞬時の様 子（スナップショットダンプ）を示し、ここでＢｕｄｄｙアルゴリズムにより２ つのロジックメモリ領域Ａ、Ｂが管理される。

図３及び図４は１つのロジックメモリ領域のリセットの際の過程（本発明のメモ リ管理道程への実施に際して）の様子を瞬時的に示す（スナップショットダンプ ）。

図１は２つのロジックメモリ領域に作用する本発明のメモリ管理過程の様子を瞬 時的に示す（スナップショットダンプ）、コンピュータの物理的メモリＳが管理 される。

ここで当該コンピュータは通常のコンピュータ計算機又は通信装置コンピュータ であり得る６０シツクメモリ領域Ａに対して河川のメモリセグメントがリスト１ に載せられている。ロジックメモリ領域Ｂに対して河川のメモリセグメントがリ ストＬ２に載せられていうる。

図１に明示するように、河川なメモリＳはＢｕｄｄｙアルゴリズムにより種々の 大きさの部分セグメントに分割されている。当該部分セグメントはそれの大きさ と占有状態により表示マーキングされている。

フリー（ｆｒｅｅ）　とはフリーストレージメモリセグメントを意味し、［使用 されるＪ　（ｕ　ｓ　ｅ　ｄ）　とは割り当てら（指定さ）れたメモリセグメン トを意味する。サイズは２のべき乗（ｋ）で表わされている。

メモリ領域Ａに対するリストＬｌ中には大きさくサイズ）Ｋ２．Ｋｌ、にのエレ メントが存在している。

リストは物理的メモリＳにおける夫々のセグメントの始めにおけるアドレスを参 照する。ここにおし）でメモリにおける第１のエレメントが参照され、同じサイ ズ（大きさ）の更なるもう１つのエレメントが存在する場合には当該の（もう１ つの）エレメントにより次のエレメントの始点が参照される（図１中ロジックメ モリ領域Ａ及びサイズ（大きさ）２Ｋに対して明示されているように）。最大の 許容可能なサイズ（大きさ）がＢｕｄｄｙアルゴリズムに対してここでＫとして 規定されているので、サイズ（大きさ）２Ｋを有する２つの相並ぶフリーのメモ リセグメントは融合されない。

ロジックメモリ領域Ｂに対するリストし２中にはサイズ（大きさ）Ｋ−２，に− １，にのエレメントも挙げられている。ロジックメモリ領域Ｂにはサイズに−２ のセグメントのみが河川である。他の２つのセグメントに−１，にの矢印は零（ ０）を指し示す。換言すればに一２′より大のエレメントを要するロジックメモ リ領域Ｂへの１への格納メモリ要求は既に割り当てられたメモリ領域によっては 充足され得ない。この場合においてＢに対しては既存の物理的メモリＳからはサ イズ（大きさ）２にの新たな領域が占有されねばならない。

図２には図１に示すバージョン（様子、状態）の時点の後生起した瞬時的な様子 、状況（スナップショットダンプ）を示す。使用されている参照符号は同等のも のである。本発明のメモリ管理過程は作用状態にあり、図１に示すような状態が 生起しているものと想定される。

そこで、メモリサイズ（大きさ）Ｋを有するロジノクメモリ領域Ｂかもの格納メ モリ要求が行われる。図１中のリストＬ２から明らかなようにロジックメモリ領 域Ｂに対するサイズ（大きさ）Ｋのセグメントが河川でないので、１つの新たな セグメントがメモリＳから境界指定され、メモリー域Ｂに割り当てられねばなら なくなる。しかし乍ら、そのことはうまくいかない、それというのは物理的メモ リＳは既に２つのロジックメモリ領域Ａ、Ｈに完全に割り当てられているからで ある。本発明の方法によれば、他のロジックメモリ領域のＢｕｄｄｙ管理過程が 探索され、所望の許容される最大のサイズ（大きさ）のエレメントが見出され得 るか否かに就いてチェックされねばならない。当該の探索によっては例えばロジ ックメモリ領域Ａにて目標が達せられる。

本発明の方法によればメモリ領域Ｂにおけるデマンド（必要性）をカバーするた めそれに設けられているフリーのメモリセグメントが使用される。このことは次 のようにして行われる、即ち、リストＬ１にてサイズ（大きさ）Ｋを有するメモ リ領域のスタートアドレスがリストＬ２に転送され、そこでメモリ領域Ｂに割り 当てられるのである。リストＬ１では上記の事情、事項が次のようにして考慮さ れる、即ちサイズ（大きさ）Ｋのエレメント（要素）に対するポインタが、リス トＬ２にて達せられているエレメントの後方のエレメントのスター１トアドルス を指１し示すのである。サイ特表千７−５０９０８７　（６） ズ（大きさ）Ｋのいかなるエレメントもメモリ領域Ｂにより要求されないでに− ２より大及びＫに等しいかそれにより小である場合にはＢｕｄｄｙアルゴリズム はサイズ（大きさ）のエレメントを下記の状態生起まで分割することとなる、即 ち要求されたものより次に最も高いサイズ（大きさ）が分割過程により到達する まで分割することになる。そこで当該エレメントはメモリ格納要求するプロセス に割当てられる。

図３では本発明の方法により管理されるロジックメモリ領域Ｂの瞬時的様子スナ ップショットダンプを示す。参照符号は他の図におけると同じように使用されて いる。メモリ領域Ｂに対するリストＬ２からはサイズ（大きさ）Ｋ−２，Ｋ、及 びに−１のメモリセグメントが矢印で示すように参照される。それら矢印は計算 装置の物理的メモリＳにおける相応のメモリセグメントの開始アドレスを指す、 、同じサイズ（大きさ）のメモリセグメントは相互にリンクされており、換言す ればリストから参照されるエレメントの終端から物理的メモリにおける同じサイ ズ（大きさ）の次のエレメントの開始アドレスが参照される。

ロジックメモリ領域の規定のための適用例は例えば通信技術上の適用ケースであ る。ロジックメモリ領域Ａでは加入者の、ユーザ関連データが捕捉収集され、メ モリ領域Ｂでは実際の接続データが取り込まれるこＫのメモリセグメントは本発 明の方法におけるように相応のアクセス保護手段をも施され得る。上記のアクセ ス保護手段によってはユーザソフトウェアにより誤計算の場合、そのように保護 されたセグメント内へオーバーライドし得ないようになる。それによりアプリケ ーションソフトウェアの比較的大きな作動確実性が確保される。

図４は図３に示す様子、状況の時点の後生起する瞬時の様子、状態を示す。

ロジックメモリ領域Ｂは図４では本発明の方法の手法に従ってリセットされてい る。明示されているように、メそすＳにおいてセグメントとして相互に継ぎ合わ されている最大サイズ（大きさ）Ｋのみが存在する。

例えば通信装置のユーザ関連のデータは当該のリセット過程には係わらない。上 記データはロジックメモリ領域Ｂのリセット前にロジックメモリ領域Ａにて物理 的メモリＳにて存在していたのと同じ形態で依然として存在する。す七ノド過程 の結果としてリストＬ２にてサイズ（大きさ）Ｋのメモリセグメントに対する参 照のみが存在する。サイズ（大きさ’）Ｋ−２，に−１は零（０）について参照 される。換言すれば、それらサイズ（大きさ）のエレメントのいずれも存在して いない。サイズ（大きさ）Ｋのセグメントは図３にて先に言及したように交互に 相互に参照を行う。

本発明の方法における上記リセット手法の利点とするところはリセット後、物理 的メモリＳにて間瞭（ギャップ）が生ぜず、それにより、本発明の方法によりな おさらにメモリセグメントが或１つのロジックメモリ領域から他のロジックメモ リ領域に転送され得る（相応の事前条件により必要である場合）ことである。

ＦＩＧ　１ ＦＩｏ　３

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. １．相異なるアクセス特性を有する少なくとも２つのロジックメモリ領域に細分 化されたフリーなコンピュータメモリのダイナミック管理方法においてａ）フリ ー（ストレージ）メモリをＢｕｄｄｙアルゴリメムに従って各セグメントに細分 化し、ｂ）各ロジックメモリ領域に対して別個の管理を実施し、 ｃ）前記フリー（ストレージ）メモリから１つのロジックメモリ領域に割り当て られる当該のセグメントがＢｕｄｄｙアルゴリズムにて最大に設定された最大サ イズ（大きさ）のセグメントサイズ（大きさ）に相応するようにし、 ｄ）第１のロジックメモリ領域へのメモリ格納要求の際十分大きなメモリ容量が 存在しない場合には当該の第１ロジックメモリ領域にフリー（ストレージ）メモ リかう１つのセグメントが割り当てられ、ｅ）第２のロジックメモリ領域からの メモリ格納要求の際十分大きなセグメントが存在しない場合にはフリー（ストレ ージ）メモリから第２ロジックメモリ領域に１つのセグメントが割り当てられ、 ｆ）当該フリー（ストレージ）メモリが既に完全に配当られているため、フリー （ストレージ）メモリから割当てを要するロジックメモリ領域からのメモリ格納 要求を考慮し得ない場合当該メモリ領域のメモリ管理は他のメモリ領域のメモリ 管理をチェックし、ここでそこに最大サイズ（大きさ）を有するセグメントが存 在しているか否かについて調べ、そして当該条件の充足している場合、それによ り割り当てられるそのようなセグメントを引き継ぐようにしたことを特徴とする 相異なるアクセス特性を有する少なくとも２つのロジックメモリ領域に細分化さ れたフリーなコンピュータメモリのダイナミック管理方法。
2. ２．ロジックメモリ領域の消去後、上記ロジックメモリ領域はそのサイズ（大き さ）に従って維持される請求の範囲１記載の方法。
3. ３．マルチプレクサによリメモリセグメント保護が施される場合１のロジックメ モリ領域に割り当てられるセグメントに保護が施される請求の範囲１又は２記載 の方法。
4. ４．フリー（ストレージ）メモリから割り当てられたセグメントの特徴的標識が 、そのために設けられたメモリ領域内に格納される請求の範囲１から３までのう ちいずれか１項記載の方法。
5. ５．特徴的標識は開始アドレスセグメント長、アクセス形式である請求の範囲４ 記載の方法。
6. ６．コンピュータ」は８０２８６からのマイクロプロセッサで或請求の範囲３か ら５までのうちいずれか１項記載の方法。
7. ７．所定のメモリ領域はマイクロプロセッサのＬＤＴ及びＧＤＴで或請求の範囲 ５から６までのうちいずれか１項記載の方法。
8. ８．許容セグメントサイズ（大きさ）はＢｕｄｄｙアルゴリズムにて下記の条件 付きで２ｋである、即ち５≦Ｋ≧１６である。請求の範囲１から７までのうちい ずれか１項記載の方法。