JP2000047874A

JP2000047874A - プレロ―ドクラスのフットプリント低減装置及び方法

Info

Publication number: JP2000047874A
Application number: JP11118431A
Authority: JP
Inventors: Hideya Kawahara; カワハラヒデヤ; Nedim Fresko; フレスコネディム
Original assignee: Sun Microsystems Inc
Current assignee: Sun Microsystems Inc
Priority date: 1998-03-20
Filing date: 1999-03-23
Publication date: 2000-02-18
Also published as: CN1229944A; CN1134730C; EP0943989A3; EP0943989A2; US6658492B1

Abstract

(57)【要約】【課題】Ｊａｖａ仮想マシンのような実行
時エンジンにより内部データ構造に対して割当てられる
ＲＯＭ空間を低減する方法及び装置を提供する。【解決手段】内部データ構造は、実行時エンジ
ンによって実行されるアプリケーションによって使用さ
れるプレロードクラスに対するメンバ情報を記憶する。
装置は、クラスで表わされる異なるタイプの内部データ
構造を決定しかつ各タイプのメンバの可能値を識別す
る。次に、装置は、対応値テーブルの各タイプに対する
値を記憶するために必要な空間の量及びそのテーブルの
各エントリーにインデックスを付けるために必要なビッ
ト数を決定する。装置は、記憶された情報に基づいてメ
ンバのオカレンスが一組の値テーブルインデックス及び
値テーブルとして又は、通常の方法で、各オカレンスに
対するメンバの値を記憶する一般変数として最適に表わ
されるか否かを決定する。この決定は、一般変数の大き
さ、メンバのオカレンスの数、各インデックスに対して
必要なメモリ及び値テーブルの大きさに基づく。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、一般にクラスプレ
ローダに関し、特に、プレロードＪａｖａクラスの読取
り専用メモリ（ＲＯＭ）における大きさを低減する装置
及び方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】Ｊａｖａのプログラムは、多数の、クラ
スと呼ばれる小さなソフトウェアコンポーネントから構
成されている。各クラスは、コード及びデータを含みか
つ各々のクラスファイルの情報によって定義される。各
々のクラスファイルは、同じプラットフォーム独立クラ
スファイルフォーマットに従って編成される。図１を参
照すると、クラスファイルフォーマットのブロック図が
示されており、このフォーマットに従って各クラスファ
イル４００は、ヘッダ情報４０２、定数プール４０４，
メソッドテーブル４０６及びフィールドテーブル４０８
を含む。ヘッダ情報４０２は、クラスファイルフォーマ
ット、定数プールの大きさ、メソッドテーブル４０６に
おけるメソッドの数及びフィールドテーブル４０８にお
けるフィールドの数を識別する。定数プール４０４は、
多様なストリング定数，クラスネーム、フィールドネー
ム及びクラスファイル構造やそのサブ構造内で参照され
る他の定数を表している構造のテーブルである。メソッ
ドテーブル４０６は、一つ以上のメソッド構造を含み、
各メソッド構造は、クラスによって明示的に宣言される
メソッドの完全な記述とそれに対するＪａｖａコードを
付与する。フィールドテーブル４０８は、一つ一以上の
フィールド構造を含み、各フィールド構造は、クラスに
よって宣言されるフィールドの完全な記述を付与する。
ここで、図１Ｂを参照してフィールドテーブル４０８の
一例を説明する。

【０００３】Ｊａｖａプログラムは、仮想マシン（以
下、ＶＭと略称する）と呼ばれるプログラムを有してい
るコンピュータ上で実行され、仮想マシンは、Ｊａｖａ
クラスにおけるコードを実行させる。通常、Ｊａｖａプ
ログラムのクラスは、プログラムの実行過程において、
可能な限り後の方でロードされる：クラスは、プログラ
ム実行中に最初に参照されるときに、ネットワークサー
バ又はローカルファイルシステムからの命令によりロー
ドされる。ＶＭは、各クラスを位置決めしかつロード
し、クラスファイルフォーマットを構文解析し、様々な
コンポーネントに対して内部データ構造を割り当て、か
つそれを他の既にロードされているクラスとリンクす
る。このプロセスは、クラスにおけるメソッドコードを
ＶＭによって容易に実行可能にさせる。

【０００４】ネットワークコネクション、ローカルファ
イルシステム又は他の永久記憶装置のような、クラス
ローディングに必要なファシリティに対して小さくかつ
埋め込み型のシステムが利用できないならば、クラスを
読取り専用メモリ（ＲＯＭ）にプレロードすることが望
ましい。一つのプレローディング案は、アメリカ合衆国
特許出願番号０８／６５５，４７４号（“読取り専用メ
モリ（ＲＯＭ）にクラスをロードする方法及び装置”）
に記載されており、そのすべてはここにおいて参照文献
として採用される。この方法及び装置では、メモリのク
ラス、フィールド及びメソッドを表わしているＶＭのデ
ータ構造は、クラスプレローダによりオフラインで生成
される。次いで、プレローダ出力は、ＶＭを含むシステ
ムにおいてリンクされかつ読取り専用メモリ（ＲＯＭ）
に配置される。これは、クラスファイルを保存すること
及びダイナミックなクラスローディングを行うことの必
要性を取り除く。

【０００５】図２Ａを参照すると、クラスプレローダに
よって生成されたＶＭデータ構造１２００のより詳細な
ブロック図が示されている。データ構造１２００は、ク
ラスブロック１２０２、複数のメソッドブロック１２０
４、複数のフィールドブロック１２１４及び定数プール
１２２４を含む。クラスブロック１２０２は、以下の情
報を含むことができる固定サイズのデータ構造である：＊クラスネーム１２３０；＊現行クラスに直近のスーパークラスのクラスブロック
へのポインタ１２３２；＊メソッドブロック１２０４へのポインタ１２３４；＊フィールドブロック１２１４へのポインタ１２３６；
及び＊クラスの定数プールへのポインタ１２３８；クラスブロックのデータ構造の構成要素は、ここではク
ラスブロックメンバと称される。メソッドブロック１２
０４は、クラスのメソッドの一つを表す固定サイズのデ
ータ構造である。メソッドブロックのデータ構造の構成
要素は、ここではメソッドブロックメンバと称される。
フィールドブロック１２１４は、クラスのインスタンス
変数の一つを表す固定サイズのデータ構造である。フィ
ールドブロックデータ構造の構成要素は、ここではフィ
ールドブロックメンバと称される。クラスブロック１２
０２、メソッドブロック１２０４、フィールドブロック
１２１４及び定数プール１２２４を含んでいる、各タイ
プのＶＭデータ構造は、対応するデータ構造宣言により
定義されたフォーマットを有する。例えば、単一のメソ
ッドブロック宣言は、全てのメソッドブロック１２０４
のフォーマットを定義する。また、データ構造宣言は、
データ構造メンバをアクセスするためにＶＭによって使
用されるアクセス関数（又はマクロ）を定義する。これ
らのデータ構造宣言は、ＶＭの内部に対するものであ
り、クラスコンポーネントによって使用されない。ここ
で図２Ｂを参照して、従来技術のデータ構造宣言を説明
する。

【０００６】図２Ｂを参照すると、特定のＶＭによって
採用される全てのデータ構造タイプのフォーマットを定
義するデータ構造宣言１２３０の図が示されている。各
宣言１２３０は、一組のメンバ宣言１２３２及び各メン
バをアクセスするためのアクセス関数１２３４を含む。
メンバ宣言１２３２及びアクセス関数１２３４は、ＶＭ
の実行に使用される言語の構文に従って通常定義され
る。例えば、データ構造宣言１２３０においてＣ言語が
使用されると仮定すると、一般的なフィールドデータ構
造１２３０．Ｎ（図２に示す）は、各々のアクセス関数
を有する以下の５つのタイプのメンバを有する構造Ｔと
して定義することができる：メンバ名メンバタイプアクセス関数メンバ１ｍタイプ１ mem1 of (T) T-＞member1 メンバ２ｍタイプ２ mem2 of (T) T-＞member2 メンバ３ｍタイプ３ mem3 of (T) T-＞member3 メンバ４ｍタイプ４ mem4 of (T) T-＞member4 メンバ５ｍタイプ５ mem5 of (T) T-＞member5

【０００７】この例では、メンバタイプは、整数、浮動
小数、文字もしくは倍精度のような、ユーザ定義タイプ
又は言語タイプを含んでいる、適切なコンピュータ言語
によって定義されるいずれかのタイプでありうる。アク
セス関数は、フィールドを含んでいる構造に直接アクセ
スすることを必要としないフィールドにアクセスするた
めにＶＭによって使用されるマクロである。例えば、構
造タイプＴのフィールド１にアクセスするための式“Ｔ
−＞ｍｅｍｂｅｒ１”を採用するかわりに、ＶＭは、式
“ｍｅｍ１ｏｆ（Ｔ）“を採用するだけでよい。ア
クセス関数は、Ｃのような、複雑なデータ構造ケーパビ
リティを供給するプログラミング言語において、よく知
られている。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】“クラスメタデータ”
（つまり、クラス、メソッド及びフィールドブロック１
２０２，１２０４、１２１４）を記憶するために使用さ
れる内部データ構造は、読取り専用メモリ（ＲＯＭ）に
大きな、固定された量のスペースを必要とする。実際
に、測定した結果では、この種のクラスメタデータは、
クラスメソッドそのもののバイトコードよりずっと多く
の容量を使うことがしばしばである。従って、これらの
内部データ構造は、クラスプレロードされることが望ま
しい及び／又は必要である、小型の、リソース抑制型装
置に使用されるのは不向きである。更に、内部データ構
造がメモリスペースを節約するよう個々に変更された場
合には、ＶＭが変更されたデータ構造に正確にアクセス
できるようＶＭコードを大規模に改訂しなければならな
い。ＶＭに対してそのような変更を行うことは、面倒で
ありかつ効率が悪い。従って、従来技術のデータ構造よ
りもサイズが小さく、ＶＭによって要求される全ての情
報を含み、かつ大規模或いは面倒なＶＭコードの変更を
必要としない内部データ構造の変更した表現が必要であ
る。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明の上記課題は、実
行時環境に組み込まれるプレロードクラスのメモリフッ
トプリントを低減する方法であって：データ構造タイプ
のそれぞれが一つ以上のメンバ含んでおり、複数のプレ
ロードクラスを定義するために使用される一つ以上のク
ラスファイルで表わされる該データ構造のタイプを決定
し；メンバのそれぞれによって取られ得る個別の値を決
定し；プレロードクラスを構成している対応内部データ
構造のサイズを低減すべく選択されたメンバの少なくと
もサブセットに対して値のそれぞれを記憶し；記憶段階
で記憶された記憶値をアドレス指定するために一組の値
インデックスを生成し；かつ実行時環境が記憶値及び一
組の値インデックスとして表わされる選択メンバを使用
できるようにするアクセス関数及びメンバ宣言を生成す
る段階を具備する方法によって達成される。

【００１０】また、本発明の上記課題は、実行時環境に
組み込まれるプレロードクラスのメモリフットプリント
を低減する装置であって：一組のクラスファイル；及び
クラスファイルから一組のプレロードクラスを生成すべ
く構成されるクラスプレローダ、及びメモリに割当てら
れた場合に該プレロードクラスの大きさを最小化すべく
構成される複数の内部データ構造宣言を備え、クラスプ
レローダは、一組の選択データ構造メンバのそれぞれが
該選択データ構造メンバの個別の値を保持している記憶
構造へのインデックスとして表わされるように内部デー
タ構造宣言を生成すべく構成される装置によって達成さ
れる。

【００１１】更に、本発明の上記課題は、実行エンジン
上で実行する実行時環境に組み込まれるべくプレロード
クラスのメモリフットプリントを低減させるためにコン
ピュータシステムで使用するコンピュータプログラムプ
ロダクトであり、コンピュータプログラムプロダクト
は、コンピュータ読取り可能記憶媒体及びそれに埋め込
まれたコンピュータプログラム機構を含んでおり、コン
ピュータプログラム機構は：一組のクラスファイルから
ププレロードクラスを生成すべく構成されるクラスプレ
ローダ、及び実行エンジンのメモリに割当てられた場合
にプレロードクラスの大きさを最小化すべく構成される
複数の内部データ構造宣言を備え、クラスプレローダ゛
は、一組の選択データ構造メンバのそれぞれが該選択デ
ータ構造メンバの個別の値を保持している記憶構造への
インデックスとして表わされるように内部データ構造宣
言を生成すべく構成されるコンピュータプログラム機構
によって達成される。

【００１２】本発明の上記課題は、それぞれが一つ以上
のメンバを含んでいる、一つ以上の内部データ構造タイ
プによって定義されるプレロードクラスの集合体から構
築される実行時環境であって：メンバの少なくともサブ
セットによって取られ得る個別の値を保持している記憶
構造；及び個別の値を有する対応メンバの各オカレンス
としてサーブするメンバのサブセットの該対応メンバの
該個別の値を保持している記憶構造エントリーへのイン
デックスとを備え、実行時環境は、インデックスによっ
て定義される位置における記憶構造の内容を検索するこ
とによって対応メンバの個別の値を必要なときに決定す
る実行時環境によって達成される。

【００１３】本発明の実行時環境では、個別の値の全て
は、知られており、かつ記憶構造エントリーへのインデ
ックスは、対応メンバに関連付けられた個別の値の全て
にインデックスを付けることができる最小限のビットを
用いて実施されるようにしてもよい。

【００１４】本発明の上記課題は、実行エンジン上で実
行される実行時環境に組み込まれるプレロードクラスを
実行エンジンにロードする方法であって、一組の選択デ
ータ構造メンバのそれぞれが該選択データ構造メンバの
記憶された個別の値へのインデックスとして表わされる
ように構成されるプレロードクラスを構成している複数
の内部データ構造宣言を含んでいる、該プレロードクラ
スを実行エンジンにダウンロードする段階を具備し、一
組は、実行エンジンのメモリに割当てられる場合にプレ
ロードクラスの大きさを最小化すべく選択される方法に
よって達成される。

【００１５】本発明の方法では、プレロードクラスは、
インターネット上でダウンロードされるようにしてもよ
い。

【００１６】本発明の方法では、プレロードクラスを実
行エンジンのメモリに割当てる段階を更に具備するよう
にしてもよい。

【００１７】本発明の上記課題は、クライアント上で実
行される実行時環境に組み込まれるプレロードクラスを
生成しかつ該クライアントにロードする方法であって：
一組の選択データ構造メンバのそれぞれが該選択データ
構造メンバの個別の値を保持している記憶構造へのイン
デックスとして表わされるように構成されるプレロード
クラスを構成している複数の内部データ構造宣言を含ん
でいる、該プレロードクラスをサーバに生成し、該一組
は、ライアントのメモリに割当てられる場合にプレロー
ドクラスの大きさを最小化すべく選択され；かつプレロ
ードクラスをクライアントにダウンロードする段階を具
備する方法によって達成される。

【００１８】本発明の上記課題は、実行時環境に組み込
まれるプレロードクラスのメモリフットプリントを低減
する方法であって：プレロードクラスを構成している内
部データ構造のメンバによって取られ得る個別の値を決
定し；内部データ構造の大きさを低減すべく選択された
メンバの少なくともサブセットに対して値のそれぞれを
記憶し；かつサブセットメンバの各オカレンスをそのオ
カレンスの該値へのインデックスで置き換え、そのオカ
レンスの該値がインデックスを介して検索できるように
する段階を具備する方法によって達成される。

【００１９】本発明の上記課題は、実行時環境に組み込
まれるプレロードクラスのメモリフットプリントを低減
する装置であって：メモリに割当てられる場合にプレロ
ードクラスの大きさを最小化すべく構成される一組の内
部データ構造宣言を生成すべく構成されるクラスプレロ
ーダを備え、内部データ構造宣言は、プレロードクラス
を構成している内部データ構造を宣言し；クラスプレロ
ーダは、一組の選択データ構造メンバのそれぞれが選択
データ構造メンバの個別の値を保持している記憶構造へ
のインデックスとして表わされるよう内部データ構造宣
言を生成すべく構成される装置によって達成される。

【００２０】

【発明の実施の形態】纏めると、本発明は、プレロード
Ｊａｖａクラスに必要なＲＯＭスペースを低減する方法
及び装置である。特に、本発明の方法及び装置は、Ｊａ
ｖａＶＭクラスがプレロードされるという環境におい
て、ＶＭは、フィールド及びメソッドのような、設定さ
れた数のクラス及びクラスコンポーネントを有するクロ
ーズドシステムである可能性が高い、という認識に基づ
いている。そのようなクローズドＶＭは、クラスブロッ
ク、メソッドブロック及びフィールドブロックのよう
な、決まった数の内部データ構造を含むであろう。さら
にこれらのデータ構造の各メンバ（例えばメソッドブロ
ック又はフィールドブロックメンバ）は、周知の一組の
個別の値の一つを有する。この仮定及びその含意によ
り、本発明は内部データ構造を表現するために必要なメ
モリスペースを１）データ構造メンバの各タイプの個別の値を決定
し；２）各データ構造メンバタイプのオカレンス（例えば
フィールドブロックメンバタイプのメソッドブロックに
おける各オカレンス）及び各オカレンスの値を決定し；３）（一般変数に各オカレンスに対する値を）通常に
記憶するのではなく、各オカレンスがデータ構造メンバ
タイプの値のテーブルに対するインデックスとして表示
された場合に保管されるメモリ空間を決定し；４）もし充分な保管が結果として得られたならば、個
別のデータ構造メンバタイプ値を含む値テーブルを割り
当てかつそのフィールドブロックメンバタイプの各オカ
レンスを適正値テーブルエントリーのインデックスとし
て構成し；かつ５）変更された構造へのそのアクセスが自動的に適応
されるようにＶＭへの新しいソースを生成して、低減す
る。好しい実施例では、以下に示す比較が真であれば、
データ構造メンバタイプを値テーブルインデックスプ
ラス値テーブルとして表現するために決定がなされ
る：（＃タイプのオカレンス）ｘ（インデックスのサイズ）
＋（値テーブルのサイズ）＜（＃タイプのオカレンス）
ｘ（一般変数のサイズ）本方法が各データ構造メンバタイプに対して、そのタイ
プのオカレンスが値テーブルへのインデックスとして表
現されるべきか或いは値を記憶している一般変数として
表示されるべきかを一度決定したならば、本方法は、ア
クセス関数、言語宣言及び値テーブルを初期化するソー
スコードを含む適切な情報をそのタイプに対して送る。
アクセス関数とはマクロであり、そのマクロを介してデ
ータ構造メンバへの実行時アクセスがＶＭによって達成
される。好ましくは、前述の情報を送るよりも先に、本
方法は、値テーブルのインデックス、メンバの慣用表現
及び値テーブルのもっともコンパクトな構成を決定しか
つそれに従って値テーブル、値テーブルの索引、アクセ
ス関数及びクラスを生成する。本方法は、データ構造メ
ンバの通常表示を変更するか否かを決定した後、アクセ
ス関数、宣言及び他のデータ構造情報を送る。その結
果、送られた全てのデータ構造情報は、内部クラス表現
の変更に一致する。このような一致したデータ構造情報
の自動生成は、ＶＭに新しいクラスが加えられたり、ク
ラス表現が変わるたびに必要なＶＭへの変更を最小限に
抑える。これは、従来技術に対して有意な改良を提供す
る。

【００２１】本発明の装置は、クラスファイル、上記の
方法が実行されるＪａｖａクラスプレローダ、並びにプ
レロードクラス、ヘッダファイル及びソースコードファ
イルを含むプレローダにより生成される出力ファイルの
集合体を含んでいる。クラスファイルは、プレロードさ
れるクラスの完全なセットを定義する。プレローダは、
内部データ構造の異なるタイプのメンバ、メンバの各タ
イプの個別の値、その値を記憶するために必要な空間の
量、値インデックスのサイズ、及び各メンバタイプのオ
カレンスの数を決定すべくクラスファイル上でファース
トパスを実行する。次いで、プレローダは、通常、どの
ように各メンバが表現されるのか、もしくは値テーブル
エントリーへのインデックスとして表現されるのかを決
定すべくクラスファイル及び内部データ構成構造上でセ
カンドパスを実行し、そして適切な出力ファイルを送
る。出力ファイルは、通常のＪａｖａシステムによって
採用される類似のファイルと互換性がある。即ち、プレ
ロードクラスをクラスオブジェクトデータにアセンブル
又はコンパイルすることができかつヘッダファイル及び
ソースファイルをＶＭオブジェクトデータにＶＭソース
でコンパイルすることができる。次いで、ＶＭ及びクラ
スオブジェクトデータを、特定のＪａｖａ環境に対して
実行可能なＶＭに通常の方法でリンクできる。

【００２２】

【実施例】ここに記述された方法及び装置は、ターゲッ
トコンピュータ（以下、実行エンジンと称す）のＲＯＭ
における記憶に対して最適化されたプレロードＪａｖａ
クラスを出力すべく構成されたＪａｖａクラスプレロー
ダに関するものである。実行エンジンが二次記憶装置を
ほとんど或いはまったく持たないコンピュータであるな
らば、Ｊａｖａクラスプレローダは、以下、サーバと称
される、別のコンピュータで実施されるのことが好まし
い。そのような構成を想定すると、プレロードクラス
を、（例えば、ネットワークコネクション、ダイレクト
コミュニケーションリンク又はフロッピーディスクやＣ
Ｄといった読み取り可能なメディアの“スニーカーネッ
ト”転送等の）様々な方法で、サーバから実行エンジン
へ転送することが可能である。したがって、ここに記述
される本発明の好ましい実施例は、プレロードクラスが
サーバによって生成されかつその後ＶＭでの使用のため
に実行エンジンに転送されるようなサーバ及び実行エン
ジンを有するコンピュータシステムに関するものであ
る。図３及び図４を参照して、ここで好ましい実施例を
説明する。

【００２３】図３を参照すると、本発明が実施される分
散型コンピュータシステム１００が示されている。コン
ピュータシステム１００は、一つ以上の実行エンジン１
０２及び一つ以上のサーバコンピュータ１０４を有す
る。好ましい実施例においては、各実行エンジン１０２
は、インターネット１０６を介してサーバ１０４に接続
されるが、コンピュータ１０２、１０４間の他のタイプ
の通信接続（例えば、ネットワークコネクション、直接
通信リンク、又はフロッピーディスクやＣＤのような、
読取り可能媒体の“スニーカーネット”転送）を使うこ
ともできる。サーバや実行エンジンは、Ｓｕｎ（サン）
ワークステーション、ＩＢＭ互換機及び／又はアップル
マッキントッシュコンピュータのような、デスクトップ
コンピュータであってもよい；しかしながら、実際はい
かなる種類のコンピュータでもサーバ又は実行エンジン
となり得る。更に、システムは、分散型コンピュータシ
ステムには限定されない。それは、様々なコンピュータ
システムにおいてかつ様々な構成において、或いは密結
合プロセッサの構成又はモデル又は疎結合マイクロプロ
セッサシステムの様々な構成において、実行される。

【００２４】サーバコンピュータ１０４は、通常、一つ
以上のプロセッサ１１２、通信インターフェース１１
６、ユーザインターフェース１１４、及びメモリ１１０
を含む。メモリ１１０は、以下のものを記憶する：＊オペレーティングシステム１１８；＊インターネット通信管理プログラム又は他のタイプの
ネットワークアクセスプロシージャ１２０；＊Ｊａｖａプログラミング言語で書かれたソースコード
をバイトコードのストリームに翻訳するためのコンパイ
ラ１２２；＊Ｊａｖａソースコードを含む一つ以上のソースコード
ファイル１２６を含むソースコードレポジトリ１２４；＊一つ以上のプラットフォーム独立なクラスファイル１
３０及びクラスファイルを含んでいる一つ以上のクラス
ライブラリ１３１を含むクラスファイルレポジトリ１２
８。各クラスファイルは、特定のクラスを表わすデータ
が含まれている；＊実行エンジンの特定の構成に対して一組のプレロード
クラス１４８を生成するクラスプレローダ１３２（この
クラスプレローダは静的クラスローダと称されることも
ある）；＊リンカが認識することができるフォーマットでクラス
メンバ、クラスデータ構造及びメモリ記憶インジケータ
を表わすオブジェクトファイルを生成するアセンブラ１
３４；＊一組のプレロードクラスのメモリレイアウトを決定し
かつ全ての記号参照を分解するためのリンカ１３６；及
び＊サーバが使用する一つ以上のデータファイル１４６
（プレロードクラス１４８を含む）。クラスファイルレポジトリ１２８、クラスプレローダ１
３２、アセンブラ１３４及びリンカ１３６は、サーバ１
０４に存在する必要はなく、その出力（例えばプレロー
ドクラス１４８を表わすファイルやメッセージ）が実行
エンジン１０２にコピーできれば、いかなるコンピュー
タ上にも存在しうることに留意されたい。

【００２５】図４を参照すると、実行エンジンは、一つ
以上のプロセッサ２０２、通信インターフェース２０
６、ユーザインターフェース２０４、読取り専用メモリ
（ＲＯＭ）２０８及びランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）２１０を含みうる。読取り専用メモリ（ＲＯＭ）２
０８は、プログラムの動作中に定数のまま変わらないプ
ログラムデータや、分解されていない参照を一切持たな
いプログラムメソッドを記憶する。好しい実施例では、
ＲＯＭ２０８に記憶されるメソッド及びデータは、Ｊａ
ｖａアプリケーション２１２の部分及び実行エンジンの
サポートプロシージャ（支援手順）を含んでいる。これ
らのサポートプロシージャは、オペレーティングシステ
ム２１３、ネットワークアクセスプロシージャ２１４、
プレロードクラス２３２及びプレロードクラス２３２に
よって使用される内部データ構造１２００（図２）を含
んでいる。

【００２６】ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２１０
は、以下のものを記憶する：＊Ｊａｖａアプリケーション２１５の第２の部分及び未
分参照及びアプリケーションの実行中に変更されるデー
タを有しているメソッドを含むサポートプロシージャ２
１６，２１７；及び＊実行エンジンが処理中に利用しうる一つ以上のデータ
ファイル２２８。

【００２７】図５を参照すると、プレロード実行可能モ
ジュールを生成するために使用されるステップの順番を
示すフローチャートが示されている。ここに記述された
方法及び装置は、Ｊａｖａアプリケーション及び他のサ
ポートプロシージャをプレロードすることに関すること
に注目されたい。いかなるＪａｖａアプリケーション
も、或いは実行時で通常リンクされる他のいかなるメソ
ッドのセットも、ここに記載されている方法及び装置を
用いてプレロードされ得る。

【００２８】Ｊａｖａアプリケーションを構成する各ク
ラスに対するソースコード１２６は、コンパイラ１２２
によって、クラスのプラットフォーム独立な表現であ
る、クラスファイル１３０にコンパイルされる。図１を
参照して説明したように、クラスファイルは、フィール
ド及びメソッドテーブル、各メソッドのバイトコード、
定数データ及び他の情報を含む。代替的に、アプリケー
ションに対応しているクラスファイルは、一つ以上のク
ラスライブラリ１３１に既に存在し得る。プレロードさ
れるアプリケーションを構成するクラスファイル１２８
のセット全体は、クラスプレローダ１３２に送られる。

【００２９】クラスプレローダの役割は、実行エンジン
１０２（図４）に対するプレロードクラス１４８を生成
することである。プレロードクラス１４８は、図２に記
載されているクラスブロック１２０２、メソッドブロッ
ク１２０４、フィールドブロック１２１４及び定数プー
ル１２２４を含んでいる。特に、クラスプレローダ１３
２は、各クラス１３０に関連付けられたメソッド及びフ
ィールドのどれを読取り専用メモリ（ＲＯＭ）２０８に
記憶することができかつランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）デバイス２１０にどれを記憶させなければならない
かを決定する。例えば、Ｊａｖａインターフェースを呼
出すか又は非静的インスタンス変数を利用するメソッド
は、ランダムアクセスメモリに存在する必要がある。こ
れは、インターフェースを実施するバイトコードが実行
時で決定されかつ非静的インスタンス変数が関連クラス
の各例示に対して変更されるからである。

【００３０】また、クラスプレローダ１３２は、実行可
能コードが実行エンジンＲＯＭ２０８にロードされたと
きに該実行可能コードのよりコンパクトな内部表現を生
成するために多数の最適化を実行する。例えば、クラス
プレローダ１３２は、クラス定数プール３１０の内部表
現における冗長性を除去すべく各クラスに関連付けられ
た定数プールを組合せる。本発明によれば、クラスプレ
ローダ１３２は、また、実行エンジン１０２のＲＯＭに
おいて使うスペースをより少なくするため、内部データ
構造１２００（図２Ａ）を変更する。このデータ構造最
適化が、従来技術において使用される非効率的な基準デ
ータ構造フォーマット１２００から内部表現を大幅に開
放するということが本発明の長所である。

【００３１】プレロードクラス１４８は、リンカ１３６
がデータを適切なアドレス空間にマップするために必要
なフォーマットを有しているオブジェクトモジュール３
０４を生成するアセンブラ又はコンパイラ１３４に送ら
れる。アドレス空間は２つあり、１つはランダムアクセ
スメモリ（ＲＡＭ）デバイス用であり第２は読取り専用
メモリ（ＲＯＭ）デバイス用であるのが好ましい。次い
で、オブジェクトモジュール３０４は、アプリケーショ
ンにおけるクラスのためのメモリレイアウトを生成する
リンカ１３６に送られる。メモリレイアウトが一度決定
されると、リンカ１３６は、全ての記号参照を分解しか
つそれらを直接アドレスで置き換える。メモリレイアウ
トは、２つのアドレス空間に分割される。読取り専用メ
モリ（ＲＯＭ）用に標識が付けられているメソッド及び
フィールドは、最初のアドレス空間に含まれ、かつラン
ダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）での必要容量として標識
が付けられているメソッド及びデータは、第２のアドレ
ス空間に含まれる。リンカ１３６からの出力は、これら
２つのアドレス空間に対するメソッド及びデータを含ん
でいるプレロード実行モジュール３０６である。ここ
で、本発明のプロセスフローを、図６を参照して説明す
る。

【００３２】図６を参照すると、ＶＭによって使用され
る内部データ構造のメモリフットプリントを低減するた
めに本発明によって採用されるプロセスのデータフロー
図が示されている。図３を参照して既に説明したよう
に、クラスプレローダ１３２は、クラスファイル１２８
から一組のプラットフォーム特定プレロードクラス１４
８を生成する。プレロードクラス１４８は、アセンブラ
ソースにおいて又は高レベル言語によって宣言され得る
データ構造宣言である。次いで、アセンブラ１３４又は
コンパイラ１２２は、これらのデータ宣言をオブジェク
トデータ６２２に変換する。また、クラスプレローダ１
３２は、プレロードクラス２３２を構成している内部デ
ータ構造の最も効果的な表現を決定する。

【００３３】好ましい実施例では内部データ構造のメン
バは、次の２つのうちのどちらかの方法で表現される：１）メンバの値である一般メモリワード（例：３２ビ
ット）として；又は２）メンバの各オカレンスに対するメンバによって取
られうる個別の値のテーブルのインデックスとして。第１の表現は、従来技術のクラスプレローダにより送ら
れたデータ構造において使用される唯一の表現である。
この表現は、無数のオカレンスが存在する特定のメンバ
が少数の個別の値を有しているにすぎない場合には大変
に非効率的である。そのような状況では、たとえほんの
少しの異なる値が記憶されても、ＲＯＭ２０８における
不十分な記憶の何千ものワードを使って、全幅メモリワ
ード（例えば３２ビット幅）がオカレンスのそれぞれに
割り当てられる。第２の表現は、本発明によって採用さ
れるものであり、そのようなメンバの確定値を保持すべ
く値テーブル６１６を生成しかつ値テーブルエントリー
の全てをアドレス指定するために必要なのと同じ数のビ
ットだけのインデックスをメンバの各オカレンスに対し
て生成することによってこの問題を解決する。第２の表
現は、特定のメンバタイプに対するインデックス及び値
テーブルに対して割り当てられるメモリが、一般表現に
必要な割り当てられたメモリよりも小さい場合に有利で
ある。本発明がどのようにメンバデータ構造を符号化す
るかを決定する方法は、図１０を参照して、以下に説明
する。

【００３４】一度メンバを表現する方法の決定がなされ
たならば、クラスプレローダ１３２は、（ＶＭ２４６に
変更メンバ情報をアクセスさせる変更メンバ宣言及びア
クセス関数を含んでいる）インデックス＋テーブルフォ
ーマット更新ヘッダ情報６１４で表現されるべき各メン
バ及び各値テーブル６１６に対して出力する。ソースコ
ードとして生成される、ヘッダ情報６１４及び値テーブ
ル６１６は、実行エンジン１０２において実行される仮
想マシンを定義する仮想マシンソース６１８と一緒にコ
ンパイラ１２２によってコンパイルされる。リンカ１３
６は、実行エンジン１０２にロードすることができるプ
レロード実行モジュール３０６を生成すべく、結果とし
て得られたオブジェクトデータ６２０及びオブジェクト
データ６２２をリンクする。。本発明の副作用の一つ
は、新しいクラスやメンバがプレロードクラス１４８に
組み込まれるときにはいつでも、新しいＶＭ２４６が生
成されなければならないことである。これは、対応して
いるヘッダ情報６１４及び値テーブル６１６がＶＭソー
ス６１８でコンパイルされなければならないからであ
る。しかしながら、本発明は、クラスのあらゆるセット
に対してヘッダ情報６１４及びメンバ値６１６を自動的
に生成するので、新しいＶＭを生成することは、ＶＭコ
ードに対する変更を一切必要としないか又はほとんど必
要としない。これは、ＶＭ２４６が、常にヘッダ情報６
１４の一部であるアクセス関数を利用するからである。
それゆえに、本発明は、ＶＭの生成を容易にする一方
で、データ構造メンバの効果的な表現を生成することが
できる。

【００３５】クラスプレローダ１３２は、メンバの全て
の可能な値がわかるので、効果的なインデックス／テー
ブルメンバ表現を生成することができる。その結果、各
インデックスに必要なビット数もわかる。各メンバのオ
カレンス数もわかる。さらに、好しい実施例は、クラス
ファイル１２８がターゲット実行エンジン１０２にプレ
ロードされるべきクラスの完全なセットを表現すること
を前提にしている。この前提は、通常の方法では実行中
にクラスをダウンロードするための演算力及び／又は通
信帯域幅を有することがあまりない、小さいハンドヘル
ドコンピュータである実行エンジン１０２に特に適用可
能である。インデックス及び値の数がわかっておりかつ
追加メンバやクラスを追加する可能性がまったくないと
すれば、クラスプレローダ１３２は、実行エンジン１０
２によって割り当てられたときに、インデックスが最適
な圧縮又はほぼ最適な配列を有すべく構成することがで
きる。クラスプレローダ１３２は、更新ヘッダ情報６１
４におけるインデックスの順序を選択することによりこ
のレベルの圧縮化を達成する。

【００３６】図７Ａ及び図７Ｂを参照すると、各データ
構造の特定の例と共に更新ヘッダ情報６１４及び値テー
ブル６１６の構成が図示されている。これらの例は、図
２Ｂからのデータ構造宣言１２３０.Ｎに対応している
クラスプレローダ１３２によって生成された出力を表し
ている。図７Ａに示されている更新ヘッダファイル６１
４は、それぞれが、いかなる組み合わせにおいても、更
新メンバ宣言７０４及び未更新メンバ宣言７０６を含む
ことができる、一組のデータ構造宣言７０２を含む。各
データ構造宣言７０２は、ＶＭ２４６によって使用され
るデータ構造の一つに対応する。更新メンバ宣言７０４
は、インデックス／テーブルメンバとしてクラスプレロ
ーダ１３２により変更されたデータ構造メンバに対する
ものであり、かつ未更新メンバ７０６は、クラスプレロ
ーダ１３２が通常に表現されるのが最適であると決定し
たデータ構造メンバに対するものである。各データ構造
宣言７０２は、更新メンバテーブル宣言７０８、更新メ
ンバアクセス関数７１０及び未更新メンバアクセス関数
７１２に関連付けられる。各更新メンバテーブル宣言７
０８は、対応している値テーブル６１６に関連付けられ
かつ適切なプログラミング言語でそのテーブルを宣言す
る。更新メンバアクセス関数７１０は、各々の更新メン
バテーブル宣言７０８で定義されたテーブルネームを使
って更新（即ち、インデックス／テーブル）メンバに対
するアクセス関数を定義する。未更新メンバアクセス関
数７１２は、通常のクラスプレローダ１３２によって生
成されるものから変更されない。例えば、図７Ａは、図
２Ｂからのデータ構造１２３０．Ｎ（StructＴ）に対す
る更新ヘッダファイル情報６１４を示す。この例は、ク
ラスプレローダ１３２が以下のことを決定したと想定す
る：１）ｍｅｍｂｅｒ１は４００の値を有し、インデックス
／テーブルメンバとして最適に表現される、２) ｍｅｍｂｅｒ２は通常最もよく表現される、３）ｍｅｍｂｅｒ３は２００の値を有し、インデックス
／テーブルメンバとして最もよく表現される、４）ｍｅｍｂｅｒ４は１５００の値を有し、インデック
ス／テーブルメンバとして最もよく表現される、そして５）ｍｅｍｂｅｒ５は通常最もよく表現される。その結果、クラスプレローダ１３２は、変更“struct
Ｔ”宣言７０４を生成し、この宣言においてｍｅｍｂｅ
ｒ１は９ビット整数インデックスであるｍ１＿ｉｄｘ
（９ビットは２００の値にアクセスするのに十分であ
る）として表現され、ｍｅｍｂｅｒ３は８ビット整数イ
ンデックスであるｍ３＿ｉｄｘ（４００の値をアクセス
するのに充分）として表現され、またｍｅｍｂｅｒ４は
１１ビット整数インデックスであるｍ４＿ｉｄｘ（１５
００の値をアクセスするのに充分）として表現される。
他のメンバであるｍｅｍｂｅｒ２及びｍｅｍｂｅｒ５は
それぞれ、ｍｔｙｐｅ２及びｍｔｙｐｅ５の一般メンバ
タイプとして未変更のまま残される。また、クラスプレ
ローダ１３２は、ｍｅｍｂｅｒ１値がタイプｍｅｍｂｅ
ｒ１の値テーブル（ｍｅｍｂｅｒ１＿ｖａｌｕｅ［］）
に記憶されることを示しているｍｅｍｂｅｒ１に対する
更新メンバテーブル宣言７０８を生成した。ｍｅｍｂｅ
ｒ１＿ｖａｌｕｅテーブルは、外部変数（extern）とし
て宣言され、その外部変数は，テーブルの実効値が他の
ファイル、この場合には、値テーブルファイル１６６に
おいて定義されることを、コンパイラ１２２に伝える。
類似の更新メンバテーブル宣言７０８は、ｍｅｍｂｅｒ
３及びｍｅｍｂｅｒ４に対して生成される。更新ｍｅｍ
ｂｅｒ１に対するアクセス関数は、それに対応して変更
されて対応しているアクセス関数、ｍｅｍｂｅｒ１ｏ
ｆ（Ｔ）が呼び出されるたびに、プレロードメソッド
をアクセスするＶＭ２４６は、ｍｅｍｂｅｒ１の値（即
ち、９ビットｍ１＿ｉｄｘ）をｍｅｍｂｅｒ１＿ｖａｌ
ｕｅテーブルへのインデックスとして使う。更新ｍｅｍ
ｂｅｒ３及びｍｅｍｂｅｒ４に対するアクセス関数７１
０は、同様な方法で変更される。

【００３７】図７Ｂを参照すると、ヘッダファイル６１
４で宣言されるｍｅｍｂｅｒ１＿ｖａｌｕｅテーブルに
よって使用され得る確定値を定義するテーブル７２２．
１を含んでいる、値テーブル６１６の表現が示されてい
る。この場合、ｍｅｍｂｅｒ１＿ｖａｌｕｅテーブル
は、４００の値、ｖａｌ１，..，ｖａｌ４００から構成
されている定数配列(array)（“ｃｏｎｓｔｍｔｙｐ
ｅ１ｍｅｍｂｅｒ１＿ｖａｌｕｅ［］）として定義さ
れる。ｍｅｍｂｅｒ３及びｍｅｍｂｅｒ４に対する値テ
ーブルのための類似した表現も（例えば、ｍｅｍｂｅｒ
３及び４テーブル７２２.３，７２２.４で）供給され
る。

【００３８】図８Ａを参照すると、本発明の内部データ
構造（特に単一メンバタイプに対するメンバオカレンス
８０２及び値テーブル８０６）が実行エンジンＲＯＭ２
０８で構成される方法が図示されている。オカレンスの
それぞれは、同じメンバ８０２のプレロードクラスにお
ける一つのオカレンス及びそれを含有するデータ構造タ
イプ８０５を表わす（データ構造８０５は、複数のメン
バを含むことが多い−例えば図２Ｂ参照）。特定メンバ
が値テーブル８０６に記憶されているＮという個別の値
８０８を有しているとすると、そのメンバのＭオカレン
ス８０２のそれぞれは、メンバの値を保持する値テーブ
ル８０６のエントリーへの幅（|log₂(N)|+1）ビットの
インデックス８０４として割り当てられる。例えば、オ
カレンス８０２．１及び８０２．６の各々はテーブルエ
ントリー８０６．Ｎ．へのインデックスである。このエ
ントリー８０６．Ｎは、これらのメンバオカレンスに関
連付けられた確定値８０８．Ｎを記憶する。それゆえ
に、このモデルの総メモリ使用は各メンバにつきＭ*（|
log₂（Ｎ）|＋１）＋ value_table_sizeビットである。

【００３９】図８Ｂを参照すると、特定のメンバの実行
エンジンＲＯＭ２０８において従来技術がオカレンス８
５２を構成する方法を図示する。オカレンス８５２のそ
れぞれは、特定のメンバのプレロードクラスにおいて一
つのオカレンスを表わす。そのメンバのＭオカレンス８
５２のそれぞれは、そのオカレンスに対するメンバの値
８５４を記憶する全幅メモリワードとして割り当てられ
る（即ち、これらのオカレンスのそれぞれは、上述の第
１のフォーマットで表わされる）。そこで、このモデル
の総メモリ使用は、Ｍ*３２ビットである（３２ビット
メモリワードと想定する）。この結果、本発明は、Ｍ*
（|log₂（Ｎ）＋１）＋ value_table_sizeがＭ*memory_
word_size （例えば、Ｍ* ３２）より小さいときデータ
構造における特定のメンバに対して割り当てられるメモ
リを節約するのである。図８Ａの例のように、フィール
ド８０２は、データ構造宣言の一つの構成要素となるこ
とが多い。

【００４０】図９Ａを参照すると、本発明のクラスプレ
ローダ１３２がどのように特定のデータ構造９０２（例
えば、図２Ｂにおける構造のメンバ、ＳｔｒｕｃｔＴ
１２３０．Ｎ）のメンバ８０２の全てを実行エンジンＲ
ＯＭ２０８に効率的に記憶するかの例を示す。一般に、
本発明は、記憶された値（即ち、インデックス８０４）
をパックし、固定長メモリワードをできるかぎり多く占
有する。例示されている状況において、メモリワードは
３２ビット幅であるが、本発明は、いかなる長さのメモ
リワードにも適用できる。図９Ａの例では、Ｓｔｒｕｃ
ｔＴからの９ビット、８ビット及び１１ビットメンバ
ｍ１，ｍ３及びｍ４は、単一の３２ビットメモリワード
にパックされる。通常表わされるメンバｍ２，ｍ５（例
えば、３２-ビット値）の値は、最初のワードに続いて
各３２ビット一般変数に記憶される。好ましい実施例で
は、これらの通常表わされるメンバは、語境界（例え
ば、３２ビットごとに）上に整列されなければならな
い。変更メンバに対してそのような要求はない。従っ
て、各データ構造インスタンスに対して、第４のメンバ
ｍ４と最初の一般変数ｍ２との間に未使用のスペース９
０４の４ビットだけが存在する。クラスプレローダ１３
２は、メンバ表現及びメンバサイズの与えられたいかな
る組合わせであってもできるかぎり効率的にメモリワー
ドに内部データ構造のメンバをパックすることを目的と
する。

【００４１】図９Ｂを参照すると、従来技術のクラスプ
レローダによって記憶されたのと同じデータ構造である
ＳｔｒｕｃｔＴのフォーマットを図示している図が示
される。このシステムでは、データ構造は、５つのメン
バを記憶するために５つのワードを必要とすることに留
意されたい。そこで、従来技術は本発明よりはるかに非
効率的である（本発明は、同じデータ構造情報を記憶す
るために３語のみを必要とする）。ここで図１０を参照
して、本発明の方法を説明する。この構成は、インデッ
クス８０４の異なる記憶場所がコンパイラ１２２によっ
て分解されかつインデックスそのものがそれらの関連値
８０８のインデックスを記憶するので、アクセス関数の
プレロードクラスの使用に対してまったく問題がない。

【００４２】図１０を参照すると、クラスプレローダ１
３２で実行される本発明の方法の流れ図が示してある。
本方法は、課金パス（１１０４が付されたボックスによ
って表現される）及びデータ構造宣言生成パス（残りの
ステップで表現される）を含む２つのパスにおいて実行
される。（全ての内部データ構造に対して実行される）
最初の課金手続きのように、プレローダ１３２は、内部
データ構造の全てのメンバタイプを識別する（１１０
６）。例えば、図２Ｂを参照すると、ＳｔｒｕｃｔＴ
の５つのメンバは、そのデータ構造メンバタイプであ
る。各メンバタイプに対して、クラスプレローダ１３２
は、次いで以下の処理を実行する：メンバタイプのＭオ
カレンスを識別する（１１０８）。

【００４３】ＭオカレンスのＮ値を識別する（１１１
０）。

【００４４】各値を記憶するのに必要なメモリ空間を決
定する（１１１２）。

【００４５】Ｎ値をアドレス指定できるインデックスを
記憶するために必要なメモリ空間を決定する（インデッ
クスは少なくとも｜log₂（Ｎ）｜＋１ビットでなければ
ならない）（１１１４）。

【００４６】メンバオカレンスの慣用表現のサイズを決
定する（１１１６）。この処理は、ボックス１１１８で
始まるステップで処理をする前に全ての内部データ構造
の全てのメンバ上で実行される。この処理の順序は、ボ
ックス１１０４における手順によって生成される課金統
計が後続の第２のパス段階によって使用されるのが好ま
しい。特に、課金統計は、第２パスにおいて使用される
ために一時的に記憶される。一度全ての統計が生成され
ると、クラスプレローダ１３２は、各メンバタイプに対
して以下の計算を行う：メンバオカレンスの慣用表現に
よって要求されるメモリ空間（ＬＨＳ）（１１２０）；
及び値テーブルへのインデックスとして各メンバオカレ
ンスの新しい表現によって要求されるメモリ空間（ＲＨ
Ｓ）（１１２２）。クラスプレローダ１３２は、ＬＨＳ
の値をステップ１１２０で以下のように計算する：ＬＨＳ＝（慣用表現のサイズ）Ｘオカレンスの数＝（慣用表現のサイズ）ＸＭビット。クラスプレローダ１３２は、ＲＨＳの値をステップ１１
２２で以下のように計算する：ＲＨＳ＝（メンバ値のサイズ）Ｘオカレンスの数＋
値テーブルのサイズ＝（メンバのサイズ）ＸＭ＋ＭＸ（|log₂(N)|+
1）ビット。もしＲＨＳがＬＨＳよりも小さければ（１１２４−
Ｙ）、クラスプレローダ１３２は、そのメンバタイプを
値テーブル及びインデックスとして表わす（１１２
６）。もしＲＨＳがＬＨＳよりも小さくなければ（１１
２４−Ｎ）、クラスプレローダは、そのメンバタイプを
通常の方法で表わす（１１２８）。クラスプレローダ１
３２は、他のメンバが処理待ちの状態にある間にステッ
プ１１２０、１１２２，１１２４，１１２６，１１２８
を繰り返す。一度各メンバタイプが処理されると（１１
２４−Ｙ），クラスプレローダ１３２は、データ構造宣
言生成手順１１３０を実行する。この手順では、各デー
タ構造に対してクラスプレローダ１３２は、データ構造
メンバの最適な順序を決定する（１１３２）。順序付け
処理及びその考察は、既に図９Ａを参照して説明してい
る。次いで、クラスプレローダ１３２は、前述の最適な
順序に従ってメンバヘッダ情報６１４及び値テーブル６
１６を生成する（１１３４）。ヘッダ情報６１４及びメ
ンバ値６１６の生成は、図７Ａ及び図７Ｂを参照して、
既に説明されている。

【００４７】図１１を参照すると、プレロード実行可能
モジュール及びブートタイムイニシエータ１３２０は、
実行エンジンコンピュータの読取り専用メモリ（ＲＯ
Ｍ）に永久に保存される。実行エンジンコンピュータの
電源が投入されるか又はリブートされるたびに、ブート
タイムイニシエータ１３２０は、自動的に実行される。
他のタスクの中で、ブートタイムイニシエータは、実行
中ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）に存在しなければ
ならない全てのメソッド及びデータをリンカによってそ
れらに割り当てられるランダムアクセスメモリ位置にコ
ピーをする。

【００４８】

【発明の効果】ここに示されている方法及び装置は、Ｊ
ａｖａプログラミング言語を参照して記述されている
が、本発明は、クラスのダイナミック実行時ローディン
グを利用する他のオブジェクト指向型クラスを使用する
コンピュータシステムにも適用できる。更に、本発明
は、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）のようなメモリ
デバイス以外の様々なタイプの実行可能なメディアでの
実行に対応できる。それらに限定されないが、あらゆる
メモリデバイス、コンパクトディスク又はフロッピーデ
ィスクでありうる、コンピュータ読取り可能記憶メディ
アのような、他のタイプの実行可能なメディアを用いる
ことができる。上述の装置及び方法は、汎用のＪａｖａ
アプリケーションを実行することを考慮して記述されて
おりかつあらゆるＪａｖａアプリケーションに適用でき
る。例えば、本発明は、ハンドヘルドコンピュータ上で
実行することを意図するＪａｖａでコード化された個人
情報管理プログラムによって使用されるクラスをプレロ
ードするために採用することができる。更に、Ｊａｖａ
アプリケーションは、分散型の環境で実行される必要は
なく、外部システムから新しいクラスを導入することな
く実行エンジン又はサーバコンピュータで実行するスタ
ンドアロンモードにおいて実行することができる。本発
明は、いくつかの特定の実施例を参照して説明されてい
るが、その記述は、発明を説明するためのものであり、
発明を限定することを企図していない。同一性という完
全なる範疇において、請求の範囲によって定義されてい
る発明の本来の精神と範疇から逸脱することなく、様々
な変更が当業者においてなされ得るであろう。

【図面の簡単な説明】

本発明の他の目的及び特徴は、図面に関連して以下の詳
細な説明及び請求の範囲から容易に明らかになるであろ
う。

【図１】図１は、従来技術及び本発明に共通なクラスフ
ァイルフォーマットを示す。

【図２Ａ】図２Ａは、クラス、メソッド及びフィールド
情報を符号化すべく従来技術で使用されるＶＭ内部デー
タ構造のブロック図である。

【図２Ｂ】図２Ｂは、図２Ａで示されたＶＭ内部データ
構造のフォーマットを定義するデータ構造宣言を示す。

【図３】図３は、本発明のクラスプレローダ装置及び方
法が実施される分散型コンピュータ装置のブロック図で
ある。

【図４】図４は、図３のクラスプレローダによって生成
されたプレロードクラスがＲＯＭにロードされる図１の
分散型コンピュータ装置における実行エンジンのブロッ
ク図である。

【図５】図５は、プレロード実行可能モジュールを生成
するために使用される処理コンポーネントを示す流れ図
である。

【図６】図６は、プレロード実行可能モジュールのメモ
リフットプリントを低減させるために使用される処理コ
ンポーネントを示す流れ図である。

【図７Ａ】図７Ａは、図６の更新ヘッダファイル６１４
の構成を示す。

【図７Ｂ】図７Ｂは、図６の値テーブル６１６の構成を
示す。

【図８Ａ】図８Ａは、本発明に従った実行エンジンＲＯ
Ｍ２０８における割り当て後の同じメンバオカレンス及
び値の構成を示す。

【図８Ｂ】図８Ｂは、従来技術に従った実行エンジンＲ
ＯＭ２０８における割り当て後の同じメンバオカレンス
の構成を示す。

【図９Ａ】図９Ａは、本発明によって生成される５つの
メンバを有するデータ構造インスタンスのコンパクトな
構成を示す。

【図９Ｂ】図９Ｂは、従来技術によって生成される図９
Ａからのデータ構造インスタンスの構成を示す。

【図１０】図１０は、プレロードクラスにおいて使用さ
れる内部データ構造を構築すｒべくクラスプレローダに
よって使用される方法のフローチャートである。

【図１１】図１１は、読取り専用メモリ（ＲＯＭ）及び
ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）へのプレロードアプ
リケーションのマッピングを示しかつ静的クラスイニシ
ャライザによってランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）に
マップされたメソッド及びデータの部分のローディング
を示しているブロック図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 591064003 901 ＳＡＮＡＮＴＯＮＩＯＲＯＡＤＰＡＬＯＡＬＴＯ，ＣＡ 94303，Ｕ. Ｓ．Ａ. (72)発明者ヒデヤカワハラアメリカ合衆国カリフォルニア州 94043 マウンテンヴィューウォーカードライヴ 520 (72)発明者ネディムフレスコアメリカ合衆国カリフォルニア州 94122 サンフランシスコフイフスアベニュー 1366

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】実行時環境に組み込まれるプレロードク
ラスのメモリフットプリントを低減する方法であって：
データ構造タイプのそれぞれが一つ以上のメンバ含んで
おり、複数のプレロードクラスを定義するために使用さ
れる一つ以上のクラスファイルで表わされる該データ構
造のタイプを決定し；前記メンバのそれぞれによって取
られ得る個別の値を決定し；前記プレロードクラスを構
成している対応内部データ構造のサイズを低減すべく選
択された前記メンバの少なくともサブセットに対して前
記値のそれぞれを記憶し；前記記憶段階で記憶された記
憶値をアドレス指定するために一組の値インデックスを
生成し；かつ実行時環境が前記記憶値及び前記一組の値
インデックスとして表わされる前記選択メンバを使用で
きるようにするアクセス関数及びメンバ宣言を生成する
段階を具備することを特徴とする方法。
【請求項２】実行時環境に組み込まれるプレロードク
ラスのメモリフットプリントを低減する装置であって：
一組のクラスファイル；及び前記クラスファイルから一
組のプレロードクラスを生成すべく構成されるクラスプ
レローダ、及びメモリに割当てられた場合に該プレロー
ドクラスの大きさを最小化すべく構成される複数の内部
データ構造宣言を備え、前記クラスプレローダは、一組の選択データ構造メンバ
のそれぞれが該選択データ構造メンバの個別の値を保持
している記憶構造へのインデックスとして表わされるよ
うに内部データ構造宣言を生成すべく構成されることを
特徴とする装置。
【請求項３】実行エンジン上で実行する実行時環境に
組み込まれるべくプレロードクラスのメモリフットプリ
ントを低減させるためにコンピュータシステムで使用す
るコンピュータプログラムプロダクトであり、前記コン
ピュータプログラムプロダクトは、コンピュータ読取り
可能記憶媒体及びそれに埋め込まれたコンピュータプロ
グラム機構を含んでおり、前記コンピュータプログラム
機構は：一組のクラスファイルからプ前記プレロードク
ラスを生成すべく構成されるクラスプレローダ、及び前
記実行エンジンのメモリに割当てられた場合に前記プレ
ロードクラスの大きさを最小化すべく構成される複数の
内部データ構造宣言を備え、前記クラスプレローダ゛は、一組の選択データ構造メン
バのそれぞれが該選択データ構造メンバの個別の値を保
持している記憶構造へのインデックスとして表わされる
ように内部データ構造宣言を生成すべく構成されること
を特徴とするコンピュータプログラム機構。
【請求項４】それぞれが一つ以上のメンバを含んでい
る、一つ以上の内部データ構造タイプによって定義され
るプレロードクラスの集合体から構築される実行時環境
であって：前記メンバの少なくともサブセットによって
取られ得る個別の値を保持している記憶構造；及び前記
個別の値を有する対応メンバの各オカレンスとしてサー
ブする前記メンバのサブセットの該対応メンバの該個別
の値を保持している記憶構造エントリーへのインデック
スとを備え、前記実行時環境は、前記インデックスによって定義され
る位置における前記記憶構造の内容を検索することによ
って前記対応メンバの前記個別の値を必要なときに決定
することを特徴とする実行時環境。
【請求項５】前記個別の値の全ては、知られており、
かつ前記記憶構造エントリーへの前記インデックスは、
前記対応メンバに関連付けられた前記個別の値の全てに
インデックスを付けることができる最小限のビットを用
いて実施されることを特徴とする請求項４に記載の実行
時環境。
【請求項６】実行エンジン上で実行される実行時環境
に組み込まれるプレロードクラスを実行エンジンにロー
ドする方法であって、一組の選択データ構造メンバのそ
れぞれが該選択データ構造メンバの記憶された個別の値
へのインデックスとして表わされるように構成される前
記プレロードクラスを構成している複数の内部データ構
造宣言を含んでいる、該プレロードクラスを実行エンジ
ンにダウンロードする段階を具備し、前記一組は、前記
実行エンジンのメモリに割当てられる場合に前記プレロ
ードクラスの大きさを最小化すべく選択されることを特
徴とする方法。
【請求項７】前記プレロードクラスは、インターネッ
ト上でダウンロードされることを特徴とする請求項６に
記載の方法。
【請求項８】前記プレロードクラスを前記実行エンジ
ンの前記メモリに割当てる段階を更に具備することを特
徴とする請求項６に記載の方法。
【請求項９】クライアント上で実行される実行時環境
に組み込まれるプレロードクラスを生成しかつ該クライ
アントにロードする方法であって：一組の選択データ構
造メンバのそれぞれが該選択データ構造メンバの個別の
値を保持している記憶構造へのインデックスとして表わ
されるように構成される前記プレロードクラスを構成し
ている複数の内部データ構造宣言を含んでいる、該プレ
ロードクラスをサーバに生成し、該一組は、前記ライア
ントのメモリに割当てられる場合に前記プレロードクラ
スの大きさを最小化すべく選択され；かつ前記プレロー
ドクラスを前記クライアントにダウンロードする段階を
具備することを特徴とする方法。
【請求項１０】実行時環境に組み込まれるプレロード
クラスのメモリフットプリントを低減する方法であっ
て：前記プレロードクラスを構成している内部データ構
造のメンバによって取られ得る個別の値を決定し；前記
内部データ構造の大きさを低減すべく選択された前記メ
ンバの少なくともサブセットに対して前記値のそれぞれ
を記憶し；かつサブセットメンバの各オカレンスをその
オカレンスの該値へのインデックスで置き換え、そのオ
カレンスの該値が前記インデックスを介して検索できる
ようにする段階を具備することを特徴とする方法。
【請求項１１】実行時環境に組み込まれるプレロード
クラスのメモリフットプリントを低減する装置であっ
て：メモリに割当てられる場合に前記プレロードクラス
の大きさを最小化すべく構成される一組の内部データ構
造宣言を生成すべく構成されるクラスプレローダを備
え、前記内部データ構造宣言は、前記プレロードクラス
を構成している内部データ構造を宣言し；前記クラスプ
レローダは、一組の選択データ構造メンバのそれぞれが
前記選択データ構造メンバの個別の値を保持している記
憶構造へのインデックスとして表わされるよう前記内部
データ構造宣言を生成すべく構成されることを特徴とす
る装置。