JP2001249844A - 永続的且つロバストな記憶割当てシステム及び方法 - Google Patents
永続的且つロバストな記憶割当てシステム及び方法Info
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- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- Y10S707/99951—File or database maintenance
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- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- Y10S707/99951—File or database maintenance
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 ディスクへのアクセス回数及び書込み回数を
低減する、ディスク・メモリのための動的な記憶方法及
びシステムを提供すること。 【解決手段】 コンピュータ・メモリを管理する方法
が、メモリのフリー・ブロックの複数のセットを保持
し、フリー・ブロックがそのサイズにもとづき、セット
に追加される。要求サイズのブロックに対する要求に応
じて、少なくとも要求サイズと同じ大きさの、但し要求
サイズにしきい値を加えたよりも小さいフリー・ブロッ
クを求めて、ブロックのセットが探索される。こうした
ブロックが見いだされると、そのブロック全体が割当て
られる。
低減する、ディスク・メモリのための動的な記憶方法及
びシステムを提供すること。 【解決手段】 コンピュータ・メモリを管理する方法
が、メモリのフリー・ブロックの複数のセットを保持
し、フリー・ブロックがそのサイズにもとづき、セット
に追加される。要求サイズのブロックに対する要求に応
じて、少なくとも要求サイズと同じ大きさの、但し要求
サイズにしきい値を加えたよりも小さいフリー・ブロッ
クを求めて、ブロックのセットが探索される。こうした
ブロックが見いだされると、そのブロック全体が割当て
られる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はコンピュータ記憶方
法及びシステムに関して、特に、ロバストな動的記憶域
割当てのための方法及びシステムに関する。
法及びシステムに関して、特に、ロバストな動的記憶域
割当てのための方法及びシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】多くのコンピュータ・システムは記憶域
を動的に割当てる必要がある。動的記憶割当ては、プロ
グラムの実行のための記憶域を割当てるために、オペレ
ーティング・システムにより使用される。動的記憶割当
ての他の例には、Ｗｅｂデータを記憶するＷｅｂサーバ
が含まれる。多くの場合、要求されるメモリのサイズ
は、要求時まで計り知れない。動的に割当てられるブロ
ックの寿命もまた不明である。
を動的に割当てる必要がある。動的記憶割当ては、プロ
グラムの実行のための記憶域を割当てるために、オペレ
ーティング・システムにより使用される。動的記憶割当
ての他の例には、Ｗｅｂデータを記憶するＷｅｂサーバ
が含まれる。多くの場合、要求されるメモリのサイズ
は、要求時まで計り知れない。動的に割当てられるブロ
ックの寿命もまた不明である。
【０００３】主メモリのための効率的な動的記憶域割当
てを開発するために、これまでにかなりの研究が行われ
てきた。一方で、ディスクのための効率的な動的記憶域
割当てアルゴリズムの開発は、余り研究されてこなかっ
た。
てを開発するために、これまでにかなりの研究が行われ
てきた。一方で、ディスクのための効率的な動的記憶域
割当てアルゴリズムの開発は、余り研究されてこなかっ
た。
【０００４】ディスクにおける動的記憶域割当ては、様
々な理由から重要である。多くの場合、システムがシャ
ットダウンした後も、データが存続することが不可欠で
ある。ディスク・メモリは永続的記憶域を提供する。デ
ィスク・メモリはまた、故障許容記憶域を提供する。主
メモリの内容が失われてしまう状況において、ディスク
上に記憶される情報は、システム・クラッシュの後にし
ばしば保存される。ディスク・メモリの別の利点は、よ
り多くのディスク・メモリが主メモリよりも手ごろな価
格で入手可能なことである。従って、ディスク・メモリ
は、主メモリに適合（フィット）しない情報を記憶する
ために使用され得る。
々な理由から重要である。多くの場合、システムがシャ
ットダウンした後も、データが存続することが不可欠で
ある。ディスク・メモリは永続的記憶域を提供する。デ
ィスク・メモリはまた、故障許容記憶域を提供する。主
メモリの内容が失われてしまう状況において、ディスク
上に記憶される情報は、システム・クラッシュの後にし
ばしば保存される。ディスク・メモリの別の利点は、よ
り多くのディスク・メモリが主メモリよりも手ごろな価
格で入手可能なことである。従って、ディスク・メモリ
は、主メモリに適合（フィット）しない情報を記憶する
ために使用され得る。
【０００５】図１を参照すると、第１のフィット・シス
テムは、メモリ要求を満足する十分に大きい最初のメモ
リ・ブロック（の全てまたは一部）を割当てる。容量"
７"のメモリ要求に対して、最初のフィットがＢ１を返
却する。なぜなら、これは要求を満足するために遭遇す
る最初のブロックであるからである。最善のフィット・
システムは、要求を満足する十分に大きい最小のブロッ
ク（の全てまたは一部）を割当てる。図１では、ブロッ
クＢ３が返却されるべきである。なぜなら、容量"７"は
Ｂ３（"８"の容量を有する）に最適に適合するからであ
る。
テムは、メモリ要求を満足する十分に大きい最初のメモ
リ・ブロック（の全てまたは一部）を割当てる。容量"
７"のメモリ要求に対して、最初のフィットがＢ１を返
却する。なぜなら、これは要求を満足するために遭遇す
る最初のブロックであるからである。最善のフィット・
システムは、要求を満足する十分に大きい最小のブロッ
ク（の全てまたは一部）を割当てる。図１では、ブロッ
クＢ３が返却されるべきである。なぜなら、容量"７"は
Ｂ３（"８"の容量を有する）に最適に適合するからであ
る。
【０００６】図２を参照すると、バイナリ・バディ・シ
ステム（binary buddy system：相互協力方式）におい
て、ブロック・サイズは２乗である（例えば４×４、８
×８など）。多くの動的記憶域割当て（ＤＳＡ：dynami
c storage allocation） は、フリー（すなわち未使
用）・ブロックの１つ以上のリストを保持する。フリー
・ブロックのリストなどのこうしたリストは、フリー・
リストとして知られている。異なるサイズのブロックに
対して、別々のフリー・リストが存在する。他のサイズ
のブロックを割当てるバディ・システムも存在する。動
的記憶割当てにおける従来技術の概要が、Arun Iyengar
による論文"Scalability of Dynamic Storage Allocati
on Algorithms"（Proceedings of IEEE Frontiers '9
6、October 1996）、及びこの論文における参考文献で
述べられている。
ステム（binary buddy system：相互協力方式）におい
て、ブロック・サイズは２乗である（例えば４×４、８
×８など）。多くの動的記憶域割当て（ＤＳＡ：dynami
c storage allocation） は、フリー（すなわち未使
用）・ブロックの１つ以上のリストを保持する。フリー
・ブロックのリストなどのこうしたリストは、フリー・
リストとして知られている。異なるサイズのブロックに
対して、別々のフリー・リストが存在する。他のサイズ
のブロックを割当てるバディ・システムも存在する。動
的記憶割当てにおける従来技術の概要が、Arun Iyengar
による論文"Scalability of Dynamic Storage Allocati
on Algorithms"（Proceedings of IEEE Frontiers '9
6、October 1996）、及びこの論文における参考文献で
述べられている。
【０００７】動的記憶域割当て（ＤＳＡ）は、隣接フリ
ー・ブロックを合体するために、異なる方法を使用でき
る。１アプローチは、即時合体（immediate coalescin
g）を使用するもので、この場合、図３に示されるよう
に、ブロックが割当て解除されるとき、割当て解除され
たブロックが隣のフリー・ブロックと結合される。図３
において、ブロック・サイズが各ブロック内に示され
る。正のサイズはフリー・ブロックを示し、負のサイズ
は割当てられたブロックを示す。
ー・ブロックを合体するために、異なる方法を使用でき
る。１アプローチは、即時合体（immediate coalescin
g）を使用するもので、この場合、図３に示されるよう
に、ブロックが割当て解除されるとき、割当て解除され
たブロックが隣のフリー・ブロックと結合される。図３
において、ブロック・サイズが各ブロック内に示され
る。正のサイズはフリー・ブロックを示し、負のサイズ
は割当てられたブロックを示す。
【０００８】図４を参照すると、別のアプローチが示さ
れ、これは遅延合体（deferred coalescing）を含む。
遅延合体が使用される場合、隣接フリー・ブロックは割
当て解除後に自動的に結合されない。代わりに、ある時
点で（要求を満足する十分に大きいブロックが突き止め
られない場合など）、ＤＳＡがメモリ内のブロックを走
査し、図４に示されるように隣接ブロックを結合する。
れ、これは遅延合体（deferred coalescing）を含む。
遅延合体が使用される場合、隣接フリー・ブロックは割
当て解除後に自動的に結合されない。代わりに、ある時
点で（要求を満足する十分に大きいブロックが突き止め
られない場合など）、ＤＳＡがメモリ内のブロックを走
査し、図４に示されるように隣接ブロックを結合する。
【０００９】断片化（fragmentation）はＤＳＡにより
浪費されるメモリである。内部断片化は、要求サイズよ
りも大きいブロックにより要求を満足することにより、
失われるメモリである（例えばブロック・サイズ２５に
対する要求を、ブロック・サイズ３２により満足する場
合など）。外部断片化は、フリー・ブロックに割当て済
みブロックが点在する場合に発生する。これらの状況で
は、たとえｂバイトより多くがフリーであっても、ｂバ
イトの割当て要求が満足されない。なぜなら、フリー記
憶域の最大の連続ブロックが、ｂバイトよりも小さいか
らである。
浪費されるメモリである。内部断片化は、要求サイズよ
りも大きいブロックにより要求を満足することにより、
失われるメモリである（例えばブロック・サイズ２５に
対する要求を、ブロック・サイズ３２により満足する場
合など）。外部断片化は、フリー・ブロックに割当て済
みブロックが点在する場合に発生する。これらの状況で
は、たとえｂバイトより多くがフリーであっても、ｂバ
イトの割当て要求が満足されない。なぜなら、フリー記
憶域の最大の連続ブロックが、ｂバイトよりも小さいか
らである。
【００１０】前記引用文献"Scalability of Dynamic St
orage Allocation Algorithms"で述べられる多重フリー
・リスト・フィットＩ（ＭＦＬＦ Ｉ：multiple free l
istfit）は、サイズにより編成される複数のフリー・リ
ストを使用する。小ブロックのためのフリー・リスト
は、クイック・リストとして知られる。大ブロックのた
めのフリー・リストは、ｍｉｓｃリストとして知られ
る。１つのｍｉｓｃリストが保持される場合、ＭＦＬＦ
Ｉはクイック・フィットとして知られる記憶域割当て
システムに退化する。
orage Allocation Algorithms"で述べられる多重フリー
・リスト・フィットＩ（ＭＦＬＦ Ｉ：multiple free l
istfit）は、サイズにより編成される複数のフリー・リ
ストを使用する。小ブロックのためのフリー・リスト
は、クイック・リストとして知られる。大ブロックのた
めのフリー・リストは、ｍｉｓｃリストとして知られ
る。１つのｍｉｓｃリストが保持される場合、ＭＦＬＦ
Ｉはクイック・フィットとして知られる記憶域割当て
システムに退化する。
【００１１】図５を参照すると、クイック・フィット技
法が示される。このシステムでは、サイズ１６までのブ
ロックに対して、クイック・リストが存在する。クイッ
ク・リストの数は、異なる要求分配に対して、性能を最
適化するように変更され得る。この例では、サイズｓ
（２≦ｓ≦１６、２が最小ブロック・サイズ）のブロッ
クに対する割当てが、サイズｓに対応するクイック・リ
ストを調査することにより行われる。このリストが空で
なければ、リスト上の最初のブロックが要求を満足する
ために使用される。ここでグレーン・サイズ（grain si
ze）の倍数に相当するブロック・サイズについても、ク
イック・リストを有することが可能である。例えば、図
２では、グレーン・サイズは１である。グレーン・サイ
ズが１０００の場合、サイズ１０００、２０００、３０
００、...、１６０００のブロックのクイック・リスト
（合計１６のクイック・リスト）が使用され得る。ＭＦ
ＬＦＩは遅延合体を使用する。メモリは図５に示される
ように、作業記憶域１２及びテール１４に分割される。
作業記憶域１２は、割当てられたブロック、及びフリー
・リスト上のブロックを含む。テール１４は、メモリの
片端において未割当ての記憶域の連続ブロックを含む。
何かを割当てる以前の初期には、テール１４は全ての割
当て可能なメモリを含み、フリー・リストは空である。
フリー・リストはクイック・リストとｍｉｓｃリストと
を含み、ｍｉｓｃリストは大きなメモリ・ブロックに対
して使用される。ブロック１３は、あるサイズ（ブロッ
ク１３内の数により示される）を含む。１つ以上のフリ
ー・リストを調査しても、要求が満足されない場合、要
求はテール１４から割当てることにより満足される。テ
ール・ポインタは、テール１４が開始する位置を指し示
す。割当てられたブロックが割当て解除されるとき、フ
リー・リストが占有される。
法が示される。このシステムでは、サイズ１６までのブ
ロックに対して、クイック・リストが存在する。クイッ
ク・リストの数は、異なる要求分配に対して、性能を最
適化するように変更され得る。この例では、サイズｓ
（２≦ｓ≦１６、２が最小ブロック・サイズ）のブロッ
クに対する割当てが、サイズｓに対応するクイック・リ
ストを調査することにより行われる。このリストが空で
なければ、リスト上の最初のブロックが要求を満足する
ために使用される。ここでグレーン・サイズ（grain si
ze）の倍数に相当するブロック・サイズについても、ク
イック・リストを有することが可能である。例えば、図
２では、グレーン・サイズは１である。グレーン・サイ
ズが１０００の場合、サイズ１０００、２０００、３０
００、...、１６０００のブロックのクイック・リスト
（合計１６のクイック・リスト）が使用され得る。ＭＦ
ＬＦＩは遅延合体を使用する。メモリは図５に示される
ように、作業記憶域１２及びテール１４に分割される。
作業記憶域１２は、割当てられたブロック、及びフリー
・リスト上のブロックを含む。テール１４は、メモリの
片端において未割当ての記憶域の連続ブロックを含む。
何かを割当てる以前の初期には、テール１４は全ての割
当て可能なメモリを含み、フリー・リストは空である。
フリー・リストはクイック・リストとｍｉｓｃリストと
を含み、ｍｉｓｃリストは大きなメモリ・ブロックに対
して使用される。ブロック１３は、あるサイズ（ブロッ
ク１３内の数により示される）を含む。１つ以上のフリ
ー・リストを調査しても、要求が満足されない場合、要
求はテール１４から割当てることにより満足される。テ
ール・ポインタは、テール１４が開始する位置を指し示
す。割当てられたブロックが割当て解除されるとき、フ
リー・リストが占有される。
【００１２】クイック・リストにとって大き過ぎるブロ
ックに対する要求を満足するために、クイック・フィッ
トはｍｉｓｃリストの第１のフィット探索を行う。大き
なブロックの探索は、多くの命令を要求し得る。このオ
ーバヘッドを低減するために、ＭＦＬＦ Ｉは図６に示
されるように、クイック・フィットの場合のような１つ
のリストの代わりに、複数のｍｉｓｃリストを使用す
る。図６では、１つのｍｉｓｃリストがサイズ１７乃至
２５のブロック１３に対して存在し、別の１つはサイズ
２６乃至４０のブロック１３に対して存在し、更に別の
１つは、サイズ４１乃至６０のブロックに対して存在す
る。様々な方法が要求を満足するために使用可能であ
り、それらには図７及び図８に示されるように、ＭＦＬ
Ｆ Ｉを用いて"８４"を割当てる方法が含まれる。図７
は、８４を割当てる要求が満足される"前"の、メモリの
スナップショットを示し、図８は要求が満足された"後"
のスナップショットを示す。図７及び図８において、シ
ステムは、サイズ"９０"のブロックを分割し、過剰サイ
ズ"６"をフリー・リストに返却することにより、リスト
Ｌ２上の最初のブロックを割当て、要求を満足する。シ
ステムはＬ１の代わりに、Ｌ２を調査する。なぜなら、
Ｌ２上で許可される最小のブロックは、サイズ８９であ
るからである。従って、８９以下のサイズの要求を満足
するために、Ｌ２内の最初のブロックを越えて探索する
必要はない。
ックに対する要求を満足するために、クイック・フィッ
トはｍｉｓｃリストの第１のフィット探索を行う。大き
なブロックの探索は、多くの命令を要求し得る。このオ
ーバヘッドを低減するために、ＭＦＬＦ Ｉは図６に示
されるように、クイック・フィットの場合のような１つ
のリストの代わりに、複数のｍｉｓｃリストを使用す
る。図６では、１つのｍｉｓｃリストがサイズ１７乃至
２５のブロック１３に対して存在し、別の１つはサイズ
２６乃至４０のブロック１３に対して存在し、更に別の
１つは、サイズ４１乃至６０のブロックに対して存在す
る。様々な方法が要求を満足するために使用可能であ
り、それらには図７及び図８に示されるように、ＭＦＬ
Ｆ Ｉを用いて"８４"を割当てる方法が含まれる。図７
は、８４を割当てる要求が満足される"前"の、メモリの
スナップショットを示し、図８は要求が満足された"後"
のスナップショットを示す。図７及び図８において、シ
ステムは、サイズ"９０"のブロックを分割し、過剰サイ
ズ"６"をフリー・リストに返却することにより、リスト
Ｌ２上の最初のブロックを割当て、要求を満足する。シ
ステムはＬ１の代わりに、Ｌ２を調査する。なぜなら、
Ｌ２上で許可される最小のブロックは、サイズ８９であ
るからである。従って、８９以下のサイズの要求を満足
するために、Ｌ２内の最初のブロックを越えて探索する
必要はない。
【００１３】前述の技法は多くのアプリケーションにと
って満足のいくものであるが、主メモリ動的記憶域割当
てアルゴリズムをディスク・システムに直接的に適応化
することは、しばしば性能の劣化をもたらす。なぜな
ら、ディスクをアクセスして書込むための待ち時間が、
主メモリと比較して遙かに大きいからである。
って満足のいくものであるが、主メモリ動的記憶域割当
てアルゴリズムをディスク・システムに直接的に適応化
することは、しばしば性能の劣化をもたらす。なぜな
ら、ディスクをアクセスして書込むための待ち時間が、
主メモリと比較して遙かに大きいからである。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】従って、ディスクへの
アクセス回数及び書込み回数を低減する、ディスク・メ
モリのための動的な記憶方法が待望される。更に、より
効率的な記憶及びより高速なアクセス時間を提供する、
メモリ割当て及び割当て解除方法が待望される。
アクセス回数及び書込み回数を低減する、ディスク・メ
モリのための動的な記憶方法が待望される。更に、より
効率的な記憶及びより高速なアクセス時間を提供する、
メモリ割当て及び割当て解除方法が待望される。
【００１５】
【課題を解決するための手段】本発明に従うコンピュー
タ・メモリを管理する方法は、メモリのフリー・ブロッ
クの複数のセットを保持し、フリー・ブロックがそのサ
イズにもとづき、セットに追加される。要求サイズのブ
ロックに対する要求に応じて、少なくとも要求サイズと
同じ大きさの、但し要求サイズにしきい値を加えたより
も小さいフリー・ブロックを求めて、ブロックのセット
が探索される。こうしたブロックが見いだされると、そ
のブロック全体が割当てられる。他の方法では、フリー
・ブロックの複数セットを保持するステップが、ディス
ク上でまたは主メモリ内で、フリー・ブロックの複数セ
ットを保持するステップを含む。また、フリー・ブロッ
クが見いだされないが、要求サイズと少なくとも同じ大
きさの少なくとも１つのブロックが見いだされる場合
に、要求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１
つのブロックを分割するステップと、分割ステップから
生じる第２のブロックにより要求を満足するステップと
を含む。分割される少なくとも１つのブロックは、要求
サイズよりも大きい見いだされた最小のブロックであ
る。複数セットは最大ブロックのセットを含み、第１の
しきい値は、最大ブロックのセットに対して許可される
最小ブロック・サイズよりも大きい。更に、要求を満足
する最大ブロックのセットを探索するステップを含む。
探索ステップは、リストを含むセットを探索するステッ
プを含み、リストはそのセットのメモリ・ブロック割当
て情報を含む。本方法は更に、第１及び第２のしきい値
の少なくとも１つを動的に調整して、性能を調整するス
テップを含む。
タ・メモリを管理する方法は、メモリのフリー・ブロッ
クの複数のセットを保持し、フリー・ブロックがそのサ
イズにもとづき、セットに追加される。要求サイズのブ
ロックに対する要求に応じて、少なくとも要求サイズと
同じ大きさの、但し要求サイズにしきい値を加えたより
も小さいフリー・ブロックを求めて、ブロックのセット
が探索される。こうしたブロックが見いだされると、そ
のブロック全体が割当てられる。他の方法では、フリー
・ブロックの複数セットを保持するステップが、ディス
ク上でまたは主メモリ内で、フリー・ブロックの複数セ
ットを保持するステップを含む。また、フリー・ブロッ
クが見いだされないが、要求サイズと少なくとも同じ大
きさの少なくとも１つのブロックが見いだされる場合
に、要求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１
つのブロックを分割するステップと、分割ステップから
生じる第２のブロックにより要求を満足するステップと
を含む。分割される少なくとも１つのブロックは、要求
サイズよりも大きい見いだされた最小のブロックであ
る。複数セットは最大ブロックのセットを含み、第１の
しきい値は、最大ブロックのセットに対して許可される
最小ブロック・サイズよりも大きい。更に、要求を満足
する最大ブロックのセットを探索するステップを含む。
探索ステップは、リストを含むセットを探索するステッ
プを含み、リストはそのセットのメモリ・ブロック割当
て情報を含む。本方法は更に、第１及び第２のしきい値
の少なくとも１つを動的に調整して、性能を調整するス
テップを含む。
【００１６】更に別の方法では、メモリの連続ブロック
を維持するステップと、要求サイズにもとづき、フリー
・ブロックのセットを選択するステップと、フリー・ブ
ロックのセットが空でないことに応じて、セット内で突
き止められる最初のブロックの少なくとも一部を割当て
るステップと、セットが空であることに応じて、メモリ
の連続ブロックから要求を満足するステップとを含む。
この方法は更に、第１のポインタ位置として、ポインタ
が連続ブロックを指し示すように維持するステップと、
所与のサイズの記憶域に対する要求に応じて、ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、第１のポインタ位置から始まる連続ブロ
ックの一部を用いて、要求を満足するステップとを含
む。この方法は更に、割当てられたブロックを、割当て
られたブロックのサイズにもとづき、フリー・ブロック
の新たなセットに割当て解除するステップを含む。
を維持するステップと、要求サイズにもとづき、フリー
・ブロックのセットを選択するステップと、フリー・ブ
ロックのセットが空でないことに応じて、セット内で突
き止められる最初のブロックの少なくとも一部を割当て
るステップと、セットが空であることに応じて、メモリ
の連続ブロックから要求を満足するステップとを含む。
この方法は更に、第１のポインタ位置として、ポインタ
が連続ブロックを指し示すように維持するステップと、
所与のサイズの記憶域に対する要求に応じて、ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、第１のポインタ位置から始まる連続ブロ
ックの一部を用いて、要求を満足するステップとを含
む。この方法は更に、割当てられたブロックを、割当て
られたブロックのサイズにもとづき、フリー・ブロック
の新たなセットに割当て解除するステップを含む。
【００１７】本発明の別の態様では、連続する永続的メ
モリのブロックを管理する方法が、メモリの第１のブロ
ック内の最初のフリー・バイトを決定する第１のポイン
タを主メモリ内に保持するステップと、複数のブロック
に対する、少なくとも１コード・バイトを含むヘッダを
永続的記憶域内に保持するステップと、第２のブロック
に対して、第２のブロックがもはや第１のブロックの一
部でないことを示す少なくとも１コード・バイトをセッ
トし、主メモリ内の第１のポインタを更新することによ
り、第１のブロックから第２のブロックを割当てるステ
ップとを含む。
モリのブロックを管理する方法が、メモリの第１のブロ
ック内の最初のフリー・バイトを決定する第１のポイン
タを主メモリ内に保持するステップと、複数のブロック
に対する、少なくとも１コード・バイトを含むヘッダを
永続的記憶域内に保持するステップと、第２のブロック
に対して、第２のブロックがもはや第１のブロックの一
部でないことを示す少なくとも１コード・バイトをセッ
トし、主メモリ内の第１のポインタを更新することによ
り、第１のブロックから第２のブロックを割当てるステ
ップとを含む。
【００１８】他の方法では、ブロックｂを第１のブロッ
クに追加するステップを含み、追加ステップがｂに対応
するコード・バイトを、ｂが第１のブロックの一部であ
ることを示すように変更するステップと、主メモリ内の
第１のポインタを更新するステップとを含む。少なくと
も１コード・バイトは、第２のブロックがもはや第１の
ブロックの一部でないことを示す以外に、他の機能にも
作用し得る。この方法は、主メモリ内の第１のポインタ
の値にもとづき、永続的メモリ内の第２のポインタを周
期的に更新するステップを含む。方法は更に、システム
障害に応答して、少なくとも１コード・バイトを調査す
ることにより、第１及び第２のポインタを更新するステ
ップを含む。ヘッダは単一ブロック書込みを用いて初期
化される。
クに追加するステップを含み、追加ステップがｂに対応
するコード・バイトを、ｂが第１のブロックの一部であ
ることを示すように変更するステップと、主メモリ内の
第１のポインタを更新するステップとを含む。少なくと
も１コード・バイトは、第２のブロックがもはや第１の
ブロックの一部でないことを示す以外に、他の機能にも
作用し得る。この方法は、主メモリ内の第１のポインタ
の値にもとづき、永続的メモリ内の第２のポインタを周
期的に更新するステップを含む。方法は更に、システム
障害に応答して、少なくとも１コード・バイトを調査す
ることにより、第１及び第２のポインタを更新するステ
ップを含む。ヘッダは単一ブロック書込みを用いて初期
化される。
【００１９】本発明の更に別の態様では、永久記憶域内
の隣接するフリー・ブロックを合体する方法が、ブロッ
クのサイズ及び割当て状況を示すヘッダを、各ブロック
に対して保持するステップと、ヘッダ情報を調査して、
隣接フリー・ブロックを結合することにより、フリー・
ブロックを合体するステップと、達成される合体のレベ
ルを示す情報を、永久記憶域内に周期的に記憶するステ
ップとを含む。
の隣接するフリー・ブロックを合体する方法が、ブロッ
クのサイズ及び割当て状況を示すヘッダを、各ブロック
に対して保持するステップと、ヘッダ情報を調査して、
隣接フリー・ブロックを結合することにより、フリー・
ブロックを合体するステップと、達成される合体のレベ
ルを示す情報を、永久記憶域内に周期的に記憶するステ
ップとを含む。
【００２０】この合体方法は、合体の間のシステム障害
に応答して、永久記憶域内の情報を読出し、システム障
害の前に達成された合体のレベルを決定するステップ
と、永久記憶域内の情報にもとづき、ある時点で合体を
再開するステップとを含む。
に応答して、永久記憶域内の情報を読出し、システム障
害の前に達成された合体のレベルを決定するステップ
と、永久記憶域内の情報にもとづき、ある時点で合体を
再開するステップとを含む。
【００２１】これらの方法及び方法ステップは、方法ス
テップを実行するためのマシンにより実行可能な命令の
プログラムを有する、マシンにより読取り可能なプログ
ラム記憶装置により実現され得る。
テップを実行するためのマシンにより実行可能な命令の
プログラムを有する、マシンにより読取り可能なプログ
ラム記憶装置により実現され得る。
【００２２】本発明のこれらの及び他の目的、特徴及び
利点が、添付の図面に関連して後述する本発明の実施例
の詳細な説明から明らかとなろう。
利点が、添付の図面に関連して後述する本発明の実施例
の詳細な説明から明らかとなろう。
【００２３】
【発明の実施の形態】本発明はメモリ管理及び割当てシ
ステム及び方法に関する。ここで提供されるシステム及
び方法は、従来システム及び方法に比べて、改善された
性能を提供する。そして、本発明は特に、ディスク・メ
モリに有用である。ディスク上に情報を永続的に記憶す
る従来の技法は、ファイル・システム及びデータベース
を使用する。
ステム及び方法に関する。ここで提供されるシステム及
び方法は、従来システム及び方法に比べて、改善された
性能を提供する。そして、本発明は特に、ディスク・メ
モリに有用である。ディスク上に情報を永続的に記憶す
る従来の技法は、ファイル・システム及びデータベース
を使用する。
【００２４】本発明により、従来技術を使用する場合に
比べて、情報がディスク上に遙かに少ないオーバヘッド
で記憶される。また、本発明を使用することにより、多
数のオブジェクトが記憶され得る。多くのファイル・シ
ステムは、ディレクトリ内に記憶されるファイルの数に
より制限される。本発明は記憶されるオブジェクトの数
に関して、これらの制限を有さない。
比べて、情報がディスク上に遙かに少ないオーバヘッド
で記憶される。また、本発明を使用することにより、多
数のオブジェクトが記憶され得る。多くのファイル・シ
ステムは、ディレクトリ内に記憶されるファイルの数に
より制限される。本発明は記憶されるオブジェクトの数
に関して、これらの制限を有さない。
【００２５】１実施例では、余計な記憶空間を著しく浪
費することなく、ブロックの分割を最小化するように設
計される方法が提供される。本発明の有用性は、ディス
ク割当て及び主メモリ割当ての両方に拡張する。
費することなく、ブロックの分割を最小化するように設
計される方法が提供される。本発明の有用性は、ディス
ク割当て及び主メモリ割当ての両方に拡張する。
【００２６】本発明は、ＭＦＬＦ Ｉとの類似性を有す
るが、メモリ管理及びディスク性能の劇的な改善をもた
らす変更を含む、新たな有用な動的記憶域割当て方法を
提供する。１変更として、ブロック分割数の低減があ
る。ブロック分割数の低減は、例えばディスク・アロケ
ーションなど、ブロックの分割が好ましくない場合に、
重要である。
るが、メモリ管理及びディスク性能の劇的な改善をもた
らす変更を含む、新たな有用な動的記憶域割当て方法を
提供する。１変更として、ブロック分割数の低減があ
る。ブロック分割数の低減は、例えばディスク・アロケ
ーションなど、ブロックの分割が好ましくない場合に、
重要である。
【００２７】図９乃至図２１に示される要素は、様々な
形態のハードウェア、ソフトウェアまたはそれらの組み
合わせにより実現される。好適には、これらの要素は、
プロセッサ、メモリ及び入出力インタフェースを有す
る、１つまたは複数の適切にプログラムされた汎用デジ
タル・コンピュータ上の記憶装置として実現される。
形態のハードウェア、ソフトウェアまたはそれらの組み
合わせにより実現される。好適には、これらの要素は、
プロセッサ、メモリ及び入出力インタフェースを有す
る、１つまたは複数の適切にプログラムされた汎用デジ
タル・コンピュータ上の記憶装置として実現される。
【００２８】本発明の開示において、当業者であれば、
後述のように、多数の一般に使用される記憶域割当てア
ルゴリズムを、本発明を用いるために適応化することが
できよう。従って、本発明は以下の実施例により述べら
れるが、これらは本発明を制限するものではない。本発
明で使用されるメモリまたは主メモリは、ランダム・ア
クセス・メモリまたはキャッシュ・メモリなどの揮発性
メモリを指し示すが、他のメモリ・タイプも使用可能で
ある。ディスクまたはディスク・メモリは永続的メモリ
を指し、例えば、ハード・ディスク、フロッピー（登録
商標）・ディスク、コンパクト・ディスク、ＤＶＤ、デ
ィスク・アレイまたは他の永続的記憶装置を含む。
後述のように、多数の一般に使用される記憶域割当てア
ルゴリズムを、本発明を用いるために適応化することが
できよう。従って、本発明は以下の実施例により述べら
れるが、これらは本発明を制限するものではない。本発
明で使用されるメモリまたは主メモリは、ランダム・ア
クセス・メモリまたはキャッシュ・メモリなどの揮発性
メモリを指し示すが、他のメモリ・タイプも使用可能で
ある。ディスクまたはディスク・メモリは永続的メモリ
を指し、例えば、ハード・ディスク、フロッピー（登録
商標）・ディスク、コンパクト・ディスク、ＤＶＤ、デ
ィスク・アレイまたは他の永続的記憶装置を含む。
【００２９】ＭＦＬＦ Ｉは前述のように、時に割当て
の間にフリー・ブロックを分割し、ブロックの一部を割
当て、他の部分をフリー記憶域に戻す。本発明はＭＦＬ
ＦＩと比較して、分割されるブロックの数を有利に低減
する。これはディスク記憶域を割当てるための重要なパ
ラメータである。なぜなら、ブロックの分割は余計なデ
ィスク操作を生じるからである（ここで操作は読取りま
たは書込みである）。従って、本発明はブロックを割当
てる際に、ＭＦＬＦ Ｉよりも少ない分割を行う。本発
明はディスク・メモリ同様に、主メモリを割当てるため
にも使用され得る。
の間にフリー・ブロックを分割し、ブロックの一部を割
当て、他の部分をフリー記憶域に戻す。本発明はＭＦＬ
ＦＩと比較して、分割されるブロックの数を有利に低減
する。これはディスク記憶域を割当てるための重要なパ
ラメータである。なぜなら、ブロックの分割は余計なデ
ィスク操作を生じるからである（ここで操作は読取りま
たは書込みである）。従って、本発明はブロックを割当
てる際に、ＭＦＬＦ Ｉよりも少ない分割を行う。本発
明はディスク・メモリ同様に、主メモリを割当てるため
にも使用され得る。
【００３０】添付の図面を参照すると、図面を通じて同
一の参照番号は、同一のまたは類似の要素を表す。最初
に図９及び図１０を参照すると、ディスクの割当て及び
記憶管理のためのシステム／方法のブロック図が示され
る。リスト（例えばクイック・リスト、ｍｉｓｃリス
ト、またはフリー・リスト）は通常、リスト上に記憶さ
れる最小及び最大ブロックをそれぞれ表す、最小（mi
n）または最大（max）サイズを有する（グレーン・サイ
ズが１のクイック・リストでは、最小及び最大サイズは
同一である）。最大ブロック・サイズを有するシステム
では、最近のｍｉｓｃリストの最大サイズが、最大ブロ
ック・サイズである。最大ブロック・サイズを有さない
システムでは、最近のｍｉｓｃリストが最大サイズを有
さないこともある。
一の参照番号は、同一のまたは類似の要素を表す。最初
に図９及び図１０を参照すると、ディスクの割当て及び
記憶管理のためのシステム／方法のブロック図が示され
る。リスト（例えばクイック・リスト、ｍｉｓｃリス
ト、またはフリー・リスト）は通常、リスト上に記憶さ
れる最小及び最大ブロックをそれぞれ表す、最小（mi
n）または最大（max）サイズを有する（グレーン・サイ
ズが１のクイック・リストでは、最小及び最大サイズは
同一である）。最大ブロック・サイズを有するシステム
では、最近のｍｉｓｃリストの最大サイズが、最大ブロ
ック・サイズである。最大ブロック・サイズを有さない
システムでは、最近のｍｉｓｃリストが最大サイズを有
さないこともある。
【００３１】ここでｓを要求サイズとする。ボックス８
０７では、ｓが最大ブロックを記憶するリストの最小サ
イズよりも大きいか否かが判断される。大きい場合、処
理は図１０のボックス９０５に続く。大きくない場合、
処理はボックス８０５に続く。ボックス８０５では、シ
ステムは適切なリストを選択して調査する。ｌmin≧ｓ
なる最小サイズｌminを有するリストＬが選択される。
他の基準もリスト選択のために使用可能である。処理は
ボックス８１０に続く。ボックス８１０では、リストＬ
が空か否かが判断される。空の場合、ボックス８１５で
サイズｌminのブロックがテールから割当てられ、要求
を満足するために使用される。Ｌが空でない場合、ボッ
クス８２０で、メモリ・ブロックを分割することなく、
リストＬからの最初のブロックが、要求を満足するため
に使用される。リストＬが異なるサイズのブロックを含
む場合、当業者には明らかなように、直接的な拡張とし
て、リストＬを探索することにより、より好適にフィッ
トするブロックを獲得するか、割当てのために選択され
たブロックを分割して、内部断片化を低減してもよい。
０７では、ｓが最大ブロックを記憶するリストの最小サ
イズよりも大きいか否かが判断される。大きい場合、処
理は図１０のボックス９０５に続く。大きくない場合、
処理はボックス８０５に続く。ボックス８０５では、シ
ステムは適切なリストを選択して調査する。ｌmin≧ｓ
なる最小サイズｌminを有するリストＬが選択される。
他の基準もリスト選択のために使用可能である。処理は
ボックス８１０に続く。ボックス８１０では、リストＬ
が空か否かが判断される。空の場合、ボックス８１５で
サイズｌminのブロックがテールから割当てられ、要求
を満足するために使用される。Ｌが空でない場合、ボッ
クス８２０で、メモリ・ブロックを分割することなく、
リストＬからの最初のブロックが、要求を満足するため
に使用される。リストＬが異なるサイズのブロックを含
む場合、当業者には明らかなように、直接的な拡張とし
て、リストＬを探索することにより、より好適にフィッ
トするブロックを獲得するか、割当てのために選択され
たブロックを分割して、内部断片化を低減してもよい。
【００３２】図１０を参照すると、本発明に従う大ブロ
ックのための割当て方法が示される。ここでＬを最大ブ
ロックを記憶するｍｉｓｃリストとする。ボックス９０
５で、サイズがｓ以上且つｓ＋ａ以下（ここでａはしき
い値で、例えば許容可能な浪費）の最初のブロックを突
き止めるために、Ｌが調査される。ここで許容可能な浪
費とは、時として割当ての間に、内部断片化を低減する
目的で、ブロックを分割するために使用されるパラメー
タである。適切なブロックが見いだされる場合、ボック
ス９１０で、ブロックは分割無しに割当てられる。こう
したブロックが見いだされない場合、２つの可能性があ
る。リストＬ上のどのブロックも要求を満足するほど十
分に大きくない場合、ボックス９３０で、サイズｓのブ
ロックがテールから割当てられる。リストＬが十分に大
きなブロックを含む場合、リストＬ上においてサイズが
ｓよりも大きい最小のブロックが、サイズｓ及びｒのそ
れぞれフラグメントｆ１及びｆ２に分割される（ボック
ス９３５）。
ックのための割当て方法が示される。ここでＬを最大ブ
ロックを記憶するｍｉｓｃリストとする。ボックス９０
５で、サイズがｓ以上且つｓ＋ａ以下（ここでａはしき
い値で、例えば許容可能な浪費）の最初のブロックを突
き止めるために、Ｌが調査される。ここで許容可能な浪
費とは、時として割当ての間に、内部断片化を低減する
目的で、ブロックを分割するために使用されるパラメー
タである。適切なブロックが見いだされる場合、ボック
ス９１０で、ブロックは分割無しに割当てられる。こう
したブロックが見いだされない場合、２つの可能性があ
る。リストＬ上のどのブロックも要求を満足するほど十
分に大きくない場合、ボックス９３０で、サイズｓのブ
ロックがテールから割当てられる。リストＬが十分に大
きなブロックを含む場合、リストＬ上においてサイズが
ｓよりも大きい最小のブロックが、サイズｓ及びｒのそ
れぞれフラグメントｆ１及びｆ２に分割される（ボック
ス９３５）。
【００３３】ｆ１は要求を満足するために使用される。
ｆ２は、そのサイズに対応するフリー・リストの先頭に
配置される。許容可能な浪費パラメータは動的に変化し
得る。直接的な変形では、許容可能な浪費パラメータの
代わりに、要求サイズなどの引数を取る関数を使用す
る。
ｆ２は、そのサイズに対応するフリー・リストの先頭に
配置される。許容可能な浪費パラメータは動的に変化し
得る。直接的な変形では、許容可能な浪費パラメータの
代わりに、要求サイズなどの引数を取る関数を使用す
る。
【００３４】本発明に従う割当て解除は直接的である。
割当て解除されるブロックは、それらのサイズに対応す
るフリー・リストの先頭に配置される。１実施例では、
遅延合体が使用される。本発明が主メモリ割当てに使用
される場合、合体は直接的である。
割当て解除されるブロックは、それらのサイズに対応す
るフリー・リストの先頭に配置される。１実施例では、
遅延合体が使用される。本発明が主メモリ割当てに使用
される場合、合体は直接的である。
【００３５】本発明は、動的記憶域割当て機構（ＤＳ
Ａ：dynamic storage allocator）管理型のディスク記
憶域のために、遅延合体を実行する新たな方法を提供す
るものであり、これはファースト・フィット、ベスト・
フィット、バディ・システム、ＭＦＬＦシステムなど
の、様々な異なる方法と共に使用され得る。
Ａ：dynamic storage allocator）管理型のディスク記
憶域のために、遅延合体を実行する新たな方法を提供す
るものであり、これはファースト・フィット、ベスト・
フィット、バディ・システム、ＭＦＬＦシステムなど
の、様々な異なる方法と共に使用され得る。
【００３６】記憶ブロックはヘッダを含む。ヘッダはブ
ロックがフリー（未使用）か、割当て済みであるかを示
すタグの他に、ブロック・サイズを含む。ヘッダ情報
は、システムがクラッシュまたはオフされるときに保存
されるように、ディスク上に含まれる。ヘッダ情報はま
た、高速アクセスのために主メモリ内にもキャッシュさ
れ得る。ヘッダ情報はディスク上に様々な方法で保持さ
れる。１方法は、ヘッダ情報として、指定バイト（例え
ば初期バイト数）のブロックを使用する。別の方法は、
連続メモリの単一ブロック内に、複数ブロックに対する
ヘッダ情報を記憶する。
ロックがフリー（未使用）か、割当て済みであるかを示
すタグの他に、ブロック・サイズを含む。ヘッダ情報
は、システムがクラッシュまたはオフされるときに保存
されるように、ディスク上に含まれる。ヘッダ情報はま
た、高速アクセスのために主メモリ内にもキャッシュさ
れ得る。ヘッダ情報はディスク上に様々な方法で保持さ
れる。１方法は、ヘッダ情報として、指定バイト（例え
ば初期バイト数）のブロックを使用する。別の方法は、
連続メモリの単一ブロック内に、複数ブロックに対する
ヘッダ情報を記憶する。
【００３７】図１１を参照すると、隣接フリー・ブロッ
クを合体する１つの好適な方法が示される。ボックス１
００５で、合体のために必要なデータ構造が初期化され
る。例えば、多くのＤＳＡがフリー・リストを使用す
る。こうしたＤＳＡはボックス１００５において、フリ
ー・リストを初期化する（例えば、１つ以上のフリー・
リストを空にする）。ボックス１０１０、１０１２及び
１０２５はループを形成し、そこでシステムがヘッダ・
ブロックを走査して、隣接フリー・ブロックを結合す
る。システムはメモリの終わりのブロックから開始し、
最初のブロックに対応するヘッダを読出す。システムは
次にヘッダを順次走査し、隣接フリー・ブロックを結合
する。フリー・リストを使用するメモリ・システムで
は、フリー・ブロックが合体された後、それらが適切な
フリー・リストに追加される。ボックス１０２５では、
システムは、合体が進行したポイントを永続的記憶域に
記録することにより、合体をチェックする。このチェッ
クポイントの目的は、障害の際に必要とされる作業量を
低減することである。チェックポイントは本発明によ
り、陳腐化情報を更新するために使用される。
クを合体する１つの好適な方法が示される。ボックス１
００５で、合体のために必要なデータ構造が初期化され
る。例えば、多くのＤＳＡがフリー・リストを使用す
る。こうしたＤＳＡはボックス１００５において、フリ
ー・リストを初期化する（例えば、１つ以上のフリー・
リストを空にする）。ボックス１０１０、１０１２及び
１０２５はループを形成し、そこでシステムがヘッダ・
ブロックを走査して、隣接フリー・ブロックを結合す
る。システムはメモリの終わりのブロックから開始し、
最初のブロックに対応するヘッダを読出す。システムは
次にヘッダを順次走査し、隣接フリー・ブロックを結合
する。フリー・リストを使用するメモリ・システムで
は、フリー・ブロックが合体された後、それらが適切な
フリー・リストに追加される。ボックス１０２５では、
システムは、合体が進行したポイントを永続的記憶域に
記録することにより、合体をチェックする。このチェッ
クポイントの目的は、障害の際に必要とされる作業量を
低減することである。チェックポイントは本発明によ
り、陳腐化情報を更新するために使用される。
【００３８】システム障害の場合、主メモリの内容は失
われがちであるが、ディスク・メモリの内容は保持され
がちである。システム障害の場合、チェックポイント
は、既に実行された大半のまたは全ての合体作業を再実
行する必要性を排除する。それに比較して、従来の方法
は障害の後に、先頭からヘッダの再走査を要求する。有
利な点として、ヘッダの順次走査を提供し、チェックポ
イントを設けることにより、よりロバストで永続的なメ
モリ・システムが提供される。更に、障害後の時間の浪
費となる再合体が低減または排除され、例えば、合体時
間の５０％以上が排除され、多くの場合、合体時間の１
００％が排除される。チェックポイントが実行される頻
度は適宜変更され、例えば、トランザクションの数に従
い、または設定時間が経過した後に、変更される。頻繁
なチェックポイントは、障害後に再実行される必要のあ
る作業量を低減する。
われがちであるが、ディスク・メモリの内容は保持され
がちである。システム障害の場合、チェックポイント
は、既に実行された大半のまたは全ての合体作業を再実
行する必要性を排除する。それに比較して、従来の方法
は障害の後に、先頭からヘッダの再走査を要求する。有
利な点として、ヘッダの順次走査を提供し、チェックポ
イントを設けることにより、よりロバストで永続的なメ
モリ・システムが提供される。更に、障害後の時間の浪
費となる再合体が低減または排除され、例えば、合体時
間の５０％以上が排除され、多くの場合、合体時間の１
００％が排除される。チェックポイントが実行される頻
度は適宜変更され、例えば、トランザクションの数に従
い、または設定時間が経過した後に、変更される。頻繁
なチェックポイントは、障害後に再実行される必要のあ
る作業量を低減する。
【００３９】ボックス１０１５では、最終クリーンアッ
プ及び記帳操作が実行される。例えば、作業記憶域の終
わりがフリー・ブロックを含む場合、そのブロックはこ
のステップにおいてテールに追加される。
プ及び記帳操作が実行される。例えば、作業記憶域の終
わりがフリー・ブロックを含む場合、そのブロックはこ
のステップにおいてテールに追加される。
【００４０】本発明に従い永続的記憶域を効率的に割当
て及び割当て解除する方法について、次に詳述すること
にする。本発明はＭＦＬＦシステム、ファースト・フィ
ット、ベスト・フィットなどの、様々なＤＳＡと共に使
用され得る。第１のメモリ管理方法（以下便宜上、メモ
リ管理方法１と呼ぶ）では、ディスクがヘッダを保持
し、ヘッダはブロックがフリーか、割当て済みであるか
を示すタグの他に、ブロック・サイズを含む。割当て及
び割当て解除を処理するフリー・リスト・データ構造
が、メモリ内に保持される。
て及び割当て解除する方法について、次に詳述すること
にする。本発明はＭＦＬＦシステム、ファースト・フィ
ット、ベスト・フィットなどの、様々なＤＳＡと共に使
用され得る。第１のメモリ管理方法（以下便宜上、メモ
リ管理方法１と呼ぶ）では、ディスクがヘッダを保持
し、ヘッダはブロックがフリーか、割当て済みであるか
を示すタグの他に、ブロック・サイズを含む。割当て及
び割当て解除を処理するフリー・リスト・データ構造
が、メモリ内に保持される。
【００４１】図１２を参照すると、本発明のメモリ管理
方法１に従う割当てが示される。図１２に示されるボッ
クスは、任意の順序で実行され得る。ボックス１１０５
では、内部メモリ・データ構造を用いて、適切なフリー
・ブロックが突き止められる。一旦ブロックが突き止め
られると、ボックス１１１０で、そのブロックが割当て
られる。これは適切な内部メモリ・データ構造を変更
し、ディスク上のヘッダ・タグを"割当て済み"とマーク
付けすることにより行われる。分割が実行されない場
合、割当ては単に１ディスク操作を消費するだけであ
る。
方法１に従う割当てが示される。図１２に示されるボッ
クスは、任意の順序で実行され得る。ボックス１１０５
では、内部メモリ・データ構造を用いて、適切なフリー
・ブロックが突き止められる。一旦ブロックが突き止め
られると、ボックス１１１０で、そのブロックが割当て
られる。これは適切な内部メモリ・データ構造を変更
し、ディスク上のヘッダ・タグを"割当て済み"とマーク
付けすることにより行われる。分割が実行されない場
合、割当ては単に１ディスク操作を消費するだけであ
る。
【００４２】図１３を参照すると、本発明の方法１に従
う割当て解除が示される。適切な内部メモリ・データ構
造が変更されて、ブロックを割当て解除する。更にブロ
ック１２０５で、ディスク上のヘッダ・タグが"割当て
解除"とマーク付けされる。合体が実行されない場合、
割当て解除は１ディスク操作を消費するだけである。障
害または正常シャットダウンの後、システムが再始動さ
れるとき、ＤＳＡにより使用される内部メモリ・データ
構造（フリー・リストなど）が、ディスク上に記憶され
るヘッダを走査することにより作成される。こうしたデ
ータは必要に応じて増分的に読出され、１度に全部が読
出される必要はない。但し、１度に全部が読出されても
差し支えない。
う割当て解除が示される。適切な内部メモリ・データ構
造が変更されて、ブロックを割当て解除する。更にブロ
ック１２０５で、ディスク上のヘッダ・タグが"割当て
解除"とマーク付けされる。合体が実行されない場合、
割当て解除は１ディスク操作を消費するだけである。障
害または正常シャットダウンの後、システムが再始動さ
れるとき、ＤＳＡにより使用される内部メモリ・データ
構造（フリー・リストなど）が、ディスク上に記憶され
るヘッダを走査することにより作成される。こうしたデ
ータは必要に応じて増分的に読出され、１度に全部が読
出される必要はない。但し、１度に全部が読出されても
差し支えない。
【００４３】１実施例では、１つ以上の連続ブロックの
ディスク記憶域内に、複数のヘッダ・ワードを保持する
ことにより、ディスクから情報を読出す時間が低減され
る。連続ブロックｂ１がフルになると、新たなブロック
ｂ２がｂ１に連鎖されて、追加のヘッダを含むようにな
る。ディスク上の連続ブロックの記憶域は、極度に不連
続の情報よりも迅速に読出される。例えば、読出される
１つの（または少数の）ブロックが、幾つかの連続ヘッ
ダを読出すために使用される。たとえ読出されるブロッ
クが使用されなくても、お互いに接近するディスク位置
からの複数の読出しは、ディスク・ヘッドの小さな移動
を必要とするだけであり、時間を節約する。
ディスク記憶域内に、複数のヘッダ・ワードを保持する
ことにより、ディスクから情報を読出す時間が低減され
る。連続ブロックｂ１がフルになると、新たなブロック
ｂ２がｂ１に連鎖されて、追加のヘッダを含むようにな
る。ディスク上の連続ブロックの記憶域は、極度に不連
続の情報よりも迅速に読出される。例えば、読出される
１つの（または少数の）ブロックが、幾つかの連続ヘッ
ダを読出すために使用される。たとえ読出されるブロッ
クが使用されなくても、お互いに接近するディスク位置
からの複数の読出しは、ディスク・ヘッドの小さな移動
を必要とするだけであり、時間を節約する。
【００４４】正常シャットダウン後の始動時間を改善す
る別の実施例では、ＤＳＡがシャットダウン直前に、主
メモリ・データ構造（フリー・リストなど）を、１つ以
上の連続ブロックのディスク記憶域に出力する。再始動
に際して、ＤＳＡはシャットダウン直前に書込まれた記
憶ブロックから、データ構造を読込む。これはヘッダか
ら情報を獲得するよりも、かなり高速である。前述のこ
れらの実施例は、メモリ管理方法１に加え、後述のメモ
リ管理方法のためにも使用され得る。
る別の実施例では、ＤＳＡがシャットダウン直前に、主
メモリ・データ構造（フリー・リストなど）を、１つ以
上の連続ブロックのディスク記憶域に出力する。再始動
に際して、ＤＳＡはシャットダウン直前に書込まれた記
憶ブロックから、データ構造を読込む。これはヘッダか
ら情報を獲得するよりも、かなり高速である。前述のこ
れらの実施例は、メモリ管理方法１に加え、後述のメモ
リ管理方法のためにも使用され得る。
【００４５】図１４を参照すると、本発明に従いディス
ク上の永続的記憶域を管理する別のメモリ管理方法が示
される。この方法は便宜上、以下では方法２またはメモ
リ管理方法２と呼ばれる。図１４に示されるボックス
は、任意の順序で実行され得る。システムは、ディスク
上のブロックの少なくとも１つのリスト（フリー・ブロ
ック及び割当て済みブロックのいずれかまたは両方を含
む）を保持する（ボックス１３０５）。リストはヘッダ
内にリスト・ポインタを保つことにより保持される。割
当て（ボックス１３１０）が図１２に示されるように、
また前述したように発生する。メモリ管理方法２により
保持される内部メモリ・データ構造は、メモリ管理方法
１により使用されたものとは異なる（例えば図１５参
照）。割当て解除（ブロック１３２０）が、図１３で示
されるように、また前述したように発生する。
ク上の永続的記憶域を管理する別のメモリ管理方法が示
される。この方法は便宜上、以下では方法２またはメモ
リ管理方法２と呼ばれる。図１４に示されるボックス
は、任意の順序で実行され得る。システムは、ディスク
上のブロックの少なくとも１つのリスト（フリー・ブロ
ック及び割当て済みブロックのいずれかまたは両方を含
む）を保持する（ボックス１３０５）。リストはヘッダ
内にリスト・ポインタを保つことにより保持される。割
当て（ボックス１３１０）が図１２に示されるように、
また前述したように発生する。メモリ管理方法２により
保持される内部メモリ・データ構造は、メモリ管理方法
１により使用されたものとは異なる（例えば図１５参
照）。割当て解除（ブロック１３２０）が、図１３で示
されるように、また前述したように発生する。
【００４６】新たな記憶ブロックを作成することが必要
かもしれない（ボックス１３１５）。これはブロックが
ＭＦＬＦアルゴリズムにおいて、テールから割当てられ
るときに発生し得る。これはブロックが分割された後に
も発生し得る。新たな記憶ブロックｂが作成されると
き、そのディスク・ヘッダがボックス１３１５で初期化
される。ディスク・ヘッダは、ブロックの割当て状況、
ブロック・サイズ、及びリスト上の次のブロックを指し
示すポインタを含む。ディスク操作を最小化するため
に、これらのヘッダ・フィールドが連続バイトのディス
ク記憶域に保持される。このように、ヘッダは単一ブロ
ック書込みにより、またはディスク・ヘッドの移動をほ
とんど伴わない多重書込みにより、効率的に更新され
る。新たな記憶ブロックｂが、フリー・リストの先頭に
追加される。リストの先頭ポインタがまた、主メモリ内
に保持され得る。その場合、ポインタがｂに更新され
る。ディスク操作を最小化するために、リストの先頭を
指し示すディスク・ポインタは、ボックス１３１５で更
新されなくてもよい。これはリストの先頭を指し示すデ
ィスク・ポインタが陳腐化し得ることを意味する。これ
らのディスク・ポインタを更新するために、システムは
周期的にチェックポイントを設定する（ボックス１３２
５）。例えば、システムはｎトランザクション毎に、チ
ェックポイントを設定する。ここでｎはシステム・パラ
メータである。トランザクションは、割当て、割当て解
除、または他の記憶操作を含み得る。
かもしれない（ボックス１３１５）。これはブロックが
ＭＦＬＦアルゴリズムにおいて、テールから割当てられ
るときに発生し得る。これはブロックが分割された後に
も発生し得る。新たな記憶ブロックｂが作成されると
き、そのディスク・ヘッダがボックス１３１５で初期化
される。ディスク・ヘッダは、ブロックの割当て状況、
ブロック・サイズ、及びリスト上の次のブロックを指し
示すポインタを含む。ディスク操作を最小化するため
に、これらのヘッダ・フィールドが連続バイトのディス
ク記憶域に保持される。このように、ヘッダは単一ブロ
ック書込みにより、またはディスク・ヘッドの移動をほ
とんど伴わない多重書込みにより、効率的に更新され
る。新たな記憶ブロックｂが、フリー・リストの先頭に
追加される。リストの先頭ポインタがまた、主メモリ内
に保持され得る。その場合、ポインタがｂに更新され
る。ディスク操作を最小化するために、リストの先頭を
指し示すディスク・ポインタは、ボックス１３１５で更
新されなくてもよい。これはリストの先頭を指し示すデ
ィスク・ポインタが陳腐化し得ることを意味する。これ
らのディスク・ポインタを更新するために、システムは
周期的にチェックポイントを設定する（ボックス１３２
５）。例えば、システムはｎトランザクション毎に、チ
ェックポイントを設定する。ここでｎはシステム・パラ
メータである。トランザクションは、割当て、割当て解
除、または他の記憶操作を含み得る。
【００４７】或いは、システムはｍ個の新たなブロック
が作成される毎に、チェックポイントを設定する。ここ
でｍはシステム・パラメータである。チェックポイント
は一般に、正常動作の間にシステムがオフされる前に実
行される。
が作成される毎に、チェックポイントを設定する。ここ
でｍはシステム・パラメータである。チェックポイント
は一般に、正常動作の間にシステムがオフされる前に実
行される。
【００４８】ボックス１３２５のステップの間、ディス
ク・リスト先頭ポインタが、主メモリ内に保持されるリ
スト先頭ポインタから更新される。複数ディスク・リス
トを有するシステムでは、ディスク・リスト先頭ポイン
タをディスク上の連続メモリ位置に保持することが好ま
しく、それによりリスト先頭ポインタが、単一ブロック
書込みにより、またはディスク・ヘッドの移動をほとん
ど伴わない多重書込みにより、効率的に更新される。
ク・リスト先頭ポインタが、主メモリ内に保持されるリ
スト先頭ポインタから更新される。複数ディスク・リス
トを有するシステムでは、ディスク・リスト先頭ポイン
タをディスク上の連続メモリ位置に保持することが好ま
しく、それによりリスト先頭ポインタが、単一ブロック
書込みにより、またはディスク・ヘッドの移動をほとん
ど伴わない多重書込みにより、効率的に更新される。
【００４９】図１５を参照すると、ランダム・アクセス
・メモリ（ＲＡＭ）とディスクとの間で、メモリ管理方
法２を使用するメモリ割当ての例が示される。メモリ管
理方法２は、ＭＦＬＦアルゴリズムと共に使用され得
る。その場合、内部メモリ・データ構造がクイック・リ
スト及びｍｉｓｃリストのために保持される。内部メモ
リ・リストとディスク・リストとの関係は、１対１の対
応である必要はない。
・メモリ（ＲＡＭ）とディスクとの間で、メモリ管理方
法２を使用するメモリ割当ての例が示される。メモリ管
理方法２は、ＭＦＬＦアルゴリズムと共に使用され得
る。その場合、内部メモリ・データ構造がクイック・リ
スト及びｍｉｓｃリストのために保持される。内部メモ
リ・リストとディスク・リストとの関係は、１対１の対
応である必要はない。
【００５０】障害または正常シャットダウンの後にシス
テムが再始動されるとき、ＤＳＡにより使用される内部
メモリ・データ構造（フリー・リスト）が、ディスク上
に記憶されるヘッダを走査することにより作成される。
これはメモリ管理方法１の場合のように、ブロック・サ
イズ及び割当て状況を調査することによるか、或いはデ
ィスク上に記憶されるリストを調査することによる。こ
うしたデータは必要に応じて増分的に読出され、１度に
全部が読出される必要はない。但し、１度に全部が読出
されても差し支えない。
テムが再始動されるとき、ＤＳＡにより使用される内部
メモリ・データ構造（フリー・リスト）が、ディスク上
に記憶されるヘッダを走査することにより作成される。
これはメモリ管理方法１の場合のように、ブロック・サ
イズ及び割当て状況を調査することによるか、或いはデ
ィスク上に記憶されるリストを調査することによる。こ
うしたデータは必要に応じて増分的に読出され、１度に
全部が読出される必要はない。但し、１度に全部が読出
されても差し支えない。
【００５１】図１５は、本発明を使用する複数の異なる
記憶操作のためのメモリ管理を示す。プロセスはランダ
ム・アクセス・メモリ１４０４とディスク１４０６との
間で分割される。メモリ・ブロック１４０８は、四角形
により示される。メモリ・ブロック１４０８は、サイズ
を表す数をブロックの最初の位置１４１０に含む。この
数はブロックがフリーであれば正であり、割当て済みで
あれば負である。主メモリ（ＲＡＭ１４０４）のメモリ
・ブロック１４０９は、例えばａ１、ａ２、ａ３...ａ
５などのアドレスと一緒にリストされており、対応する
ブロックがディスク１４０６上に配置される。リスト先
頭は、ディスク１４０６上のリスト上の最初のメモリ・
ブロックの位置を指し示す。ディスク１４０８上のブロ
ック１４０８のアドレスは、ブロック１４０８の第２の
位置１４１２のアドレス・ラベルにより示される。アド
レス・ラベル１４１２は説明の都合上示されており、こ
うしたアドレス・ラベルは必ずしもディスク上に記憶さ
れる必要はない。ブロック１４０８の最後の位置１４１
４は、リスト上のメモリの次のブロックを指し示すか、
またはｎｉｌまたはリスト若しくはセットの終わりを意
味する"＃"である。
記憶操作のためのメモリ管理を示す。プロセスはランダ
ム・アクセス・メモリ１４０４とディスク１４０６との
間で分割される。メモリ・ブロック１４０８は、四角形
により示される。メモリ・ブロック１４０８は、サイズ
を表す数をブロックの最初の位置１４１０に含む。この
数はブロックがフリーであれば正であり、割当て済みで
あれば負である。主メモリ（ＲＡＭ１４０４）のメモリ
・ブロック１４０９は、例えばａ１、ａ２、ａ３...ａ
５などのアドレスと一緒にリストされており、対応する
ブロックがディスク１４０６上に配置される。リスト先
頭は、ディスク１４０６上のリスト上の最初のメモリ・
ブロックの位置を指し示す。ディスク１４０８上のブロ
ック１４０８のアドレスは、ブロック１４０８の第２の
位置１４１２のアドレス・ラベルにより示される。アド
レス・ラベル１４１２は説明の都合上示されており、こ
うしたアドレス・ラベルは必ずしもディスク上に記憶さ
れる必要はない。ブロック１４０８の最後の位置１４１
４は、リスト上のメモリの次のブロックを指し示すか、
またはｎｉｌまたはリスト若しくはセットの終わりを意
味する"＃"である。
【００５２】図１５の例の記憶操作が、図１４に関連し
て述べられる。ＲＡＭ１４０４はフリーのブロックだけ
を含む。ディスク上のブロックのリストの保持（ボック
ス１３０５）が実行される。割当て２５がボックス１３
１０に従い実行される。割当て解除ａ２が、ボックス１
３２０に従い実行される。割当て９０がブロック１３１
５に従い実行される。ここでリスト先頭ａ１はテールか
らの割当てにより陳腐化し、これがディスク上のリスト
の先頭に移動する。ボックス１３２５に従うチェックポ
イントは、図１５に示されるように、リスト先頭をａ５
に更新する。
て述べられる。ＲＡＭ１４０４はフリーのブロックだけ
を含む。ディスク上のブロックのリストの保持（ボック
ス１３０５）が実行される。割当て２５がボックス１３
１０に従い実行される。割当て解除ａ２が、ボックス１
３２０に従い実行される。割当て９０がブロック１３１
５に従い実行される。ここでリスト先頭ａ１はテールか
らの割当てにより陳腐化し、これがディスク上のリスト
の先頭に移動する。ボックス１３２５に従うチェックポ
イントは、図１５に示されるように、リスト先頭をａ５
に更新する。
【００５３】図１６を参照すると、ディスク上の永続的
記憶域を管理するメモリ管理方法３が示される。図１６
に示されるボックスは、任意の順序で実行され得る。シ
ステムはボックス１５０５で、ディスク上のフリー・ブ
ロックの少なくとも１つのリストを保持する。リストは
ヘッダ内にリスト・ポインタを保つことにより保持され
る。このリストの先頭は陳腐化し得るが、ボックス１５
２０で実行されるチェックポイントの間に更新される。
このリストの最新バージョンが、主メモリ内に保持され
る。この方法は、割当てがリストの最初のメンバから発
生するとき、特に有用である。ＭＦＬＦ方法では、全て
のクイック・リストからの、及び最後のｍｉｓｃリスト
を除く全てからの割当てが、リストの最初のメンバから
発生し得る。従って、これらのリストはメモリ管理方法
３に役立つものである。
記憶域を管理するメモリ管理方法３が示される。図１６
に示されるボックスは、任意の順序で実行され得る。シ
ステムはボックス１５０５で、ディスク上のフリー・ブ
ロックの少なくとも１つのリストを保持する。リストは
ヘッダ内にリスト・ポインタを保つことにより保持され
る。このリストの先頭は陳腐化し得るが、ボックス１５
２０で実行されるチェックポイントの間に更新される。
このリストの最新バージョンが、主メモリ内に保持され
る。この方法は、割当てがリストの最初のメンバから発
生するとき、特に有用である。ＭＦＬＦ方法では、全て
のクイック・リストからの、及び最後のｍｉｓｃリスト
を除く全てからの割当てが、リストの最初のメンバから
発生し得る。従って、これらのリストはメモリ管理方法
３に役立つものである。
【００５４】ボックス１５１５では、ブロックがリスト
の先頭から割当てられる。内部メモリ・フリー・リスト
が更新される。更に、ブロックがディスク上で割当て済
みとマーク付けされる。しかしながら、ディスク操作を
減らすために、ディスク上のリスト・ポインタは陳腐化
することを許可される。ボックス１５１０では、ブロッ
クを適切なフリー・リストの先頭に追加し、内部メモリ
・データ構造を更新することにより、ブロックが割当て
解除される。ブロックはディスク上で割当て解除済みと
マーク付けされ、そのヘッダがフリー・リスト上の次の
ブロックを指し示すように更新される。このディスク更
新のオーバヘッドを最小化するために、割当て状況タグ
及び次のリスト要素を指し示すポインタが、ディスク上
で互いに接近して記憶される。リストの先頭を指し示す
ディスク・ポインタは、ディスク操作を減らすために、
陳腐化することを許可される。
の先頭から割当てられる。内部メモリ・フリー・リスト
が更新される。更に、ブロックがディスク上で割当て済
みとマーク付けされる。しかしながら、ディスク操作を
減らすために、ディスク上のリスト・ポインタは陳腐化
することを許可される。ボックス１５１０では、ブロッ
クを適切なフリー・リストの先頭に追加し、内部メモリ
・データ構造を更新することにより、ブロックが割当て
解除される。ブロックはディスク上で割当て解除済みと
マーク付けされ、そのヘッダがフリー・リスト上の次の
ブロックを指し示すように更新される。このディスク更
新のオーバヘッドを最小化するために、割当て状況タグ
及び次のリスト要素を指し示すポインタが、ディスク上
で互いに接近して記憶される。リストの先頭を指し示す
ディスク・ポインタは、ディスク操作を減らすために、
陳腐化することを許可される。
【００５５】ディスク上のリスト先頭ポインタを更新す
るために、システムは周期的にボックス１５２０で、チ
ェックポイントを設定する。例えば、システムはｎトラ
ンザクション毎に、チェックポイントを設定する。ここ
でｎはシステム・パラメータである。更に、チェックポ
イントは一般に、システムがオフする前に実行される。
ボックス１５２０のステップの間に、ディスク・フリー
・リスト・ポインタが、メモリ内に保持されるリスト・
ポインタの先頭から更新される。複数フリー・リストを
有するシステムでは、ポインタが効率的に更新されるよ
うに、ディスク・フリー・リスト・ポインタをディスク
上の連続メモリ位置に保持することが好ましい。それに
より、ディスク・ヘッドの僅かな移動による単一ブロッ
ク書込みまたは多重書込みが可能になる。ディスク上の
１つ以上のフリー・リストが正しくないときに、システ
ムが故障すると、こうしたフリー・リストは割当て済み
のブロックを含み得る。こうしたフリー・リストは、障
害後に、ボックス１５２５で修正される。
るために、システムは周期的にボックス１５２０で、チ
ェックポイントを設定する。例えば、システムはｎトラ
ンザクション毎に、チェックポイントを設定する。ここ
でｎはシステム・パラメータである。更に、チェックポ
イントは一般に、システムがオフする前に実行される。
ボックス１５２０のステップの間に、ディスク・フリー
・リスト・ポインタが、メモリ内に保持されるリスト・
ポインタの先頭から更新される。複数フリー・リストを
有するシステムでは、ポインタが効率的に更新されるよ
うに、ディスク・フリー・リスト・ポインタをディスク
上の連続メモリ位置に保持することが好ましい。それに
より、ディスク・ヘッドの僅かな移動による単一ブロッ
ク書込みまたは多重書込みが可能になる。ディスク上の
１つ以上のフリー・リストが正しくないときに、システ
ムが故障すると、こうしたフリー・リストは割当て済み
のブロックを含み得る。こうしたフリー・リストは、障
害後に、ボックス１５２５で修正される。
【００５６】システムは、メモリ管理方法３により管理
されるディスク上の各フリー・リストを調査し、割当て
済みのブロックを除去する。システムはフリー・リスト
を先頭から走査し、ヘッダを調査することにより、これ
を実行する。システムがフリー・リスト上のフリーのブ
ロックに遭遇すると、システムは直ちにリストの調査を
停止する。なぜなら、リスト上の残りのブロックもフリ
ーのはずだからである。
されるディスク上の各フリー・リストを調査し、割当て
済みのブロックを除去する。システムはフリー・リスト
を先頭から走査し、ヘッダを調査することにより、これ
を実行する。システムがフリー・リスト上のフリーのブ
ロックに遭遇すると、システムは直ちにリストの調査を
停止する。なぜなら、リスト上の残りのブロックもフリ
ーのはずだからである。
【００５７】図１７乃至図１９を参照すると、メモリ管
理方法３の例が示される。図１７乃至図１９に示される
ように、メモリ管理は、本発明を使用する複数の異なる
記憶操作に対して示される。プロセスは、ランダム・ア
クセス・メモリ１６０４とディスク１６０６との間で分
割される。メモリ・ブロック１６０８は、四角形により
示される。メモリ・ブロック１６０８は、サイズを表す
数をブロックの最初の位置１６１０に含み、この数はブ
ロックがフリーであれば正であり、割当て済みであれば
負である。主メモリ（ＲＡＭ１６０４）のメモリ・ブロ
ック１６１１はフリー・リスト１６０７を含み、フリー
・リストは例えばサイズ"３"を有するブロックを表す指
標１６０９を含む。例えばａ１、ａ２、ａ３、ａ４など
のアドレスがフリー・リスト１６０７内に含まれ、対応
するブロックがディスク１６０６上に配置される。ディ
スク１６０６上のブロック１６０８のアドレスは、ブロ
ック１６０８の位置１６１２内のアドレス・ラベルによ
り示される。アドレス・ラベル１６１２は説明の都合上
示されており、こうしたアドレス・ラベルは必ずしもデ
ィスク上に記憶される必要はない。ブロック１６０８の
位置１６１４は、メモリの次のブロックを指し示すか、
またはｎｉｌまたはリストの終わりを意味する"＃"であ
る。
理方法３の例が示される。図１７乃至図１９に示される
ように、メモリ管理は、本発明を使用する複数の異なる
記憶操作に対して示される。プロセスは、ランダム・ア
クセス・メモリ１６０４とディスク１６０６との間で分
割される。メモリ・ブロック１６０８は、四角形により
示される。メモリ・ブロック１６０８は、サイズを表す
数をブロックの最初の位置１６１０に含み、この数はブ
ロックがフリーであれば正であり、割当て済みであれば
負である。主メモリ（ＲＡＭ１６０４）のメモリ・ブロ
ック１６１１はフリー・リスト１６０７を含み、フリー
・リストは例えばサイズ"３"を有するブロックを表す指
標１６０９を含む。例えばａ１、ａ２、ａ３、ａ４など
のアドレスがフリー・リスト１６０７内に含まれ、対応
するブロックがディスク１６０６上に配置される。ディ
スク１６０６上のブロック１６０８のアドレスは、ブロ
ック１６０８の位置１６１２内のアドレス・ラベルによ
り示される。アドレス・ラベル１６１２は説明の都合上
示されており、こうしたアドレス・ラベルは必ずしもデ
ィスク上に記憶される必要はない。ブロック１６０８の
位置１６１４は、メモリの次のブロックを指し示すか、
またはｎｉｌまたはリストの終わりを意味する"＃"であ
る。
【００５８】図１７乃至図１９の例の記憶操作が、図１
６に関連して述べられる。ディスク上のブロックのリス
トの保持（ボックス１５０５）が実行される。割当て３
及びポインタのａ１への復帰が、ボックス１５１５に従
い実行される。割当て３が再度、ボックス１５１５に従
い同様に実行される。割当て解除または解放ａ４が、ボ
ックス１５１０に従い実行される。ここでアドレスａ２
及びａ４を有するブロック１６０８が、ブロック・アド
レスａ３を指し示すことが注目される。これはチェック
ポイントにより修正される。ボックス１５２０によるチ
ェックポイントは、アドレスａ４及びａ３を有するブロ
ックがフリー・リスト上で保持されるように、フリー・
リスト１６０７を更新する。
６に関連して述べられる。ディスク上のブロックのリス
トの保持（ボックス１５０５）が実行される。割当て３
及びポインタのａ１への復帰が、ボックス１５１５に従
い実行される。割当て３が再度、ボックス１５１５に従
い同様に実行される。割当て解除または解放ａ４が、ボ
ックス１５１０に従い実行される。ここでアドレスａ２
及びａ４を有するブロック１６０８が、ブロック・アド
レスａ３を指し示すことが注目される。これはチェック
ポイントにより修正される。ボックス１５２０によるチ
ェックポイントは、アドレスａ４及びａ３を有するブロ
ックがフリー・リスト上で保持されるように、フリー・
リスト１６０７を更新する。
【００５９】図２０を参照すると、メモリ管理方法の別
の実施例が示され、これは便宜上、メモリ管理方法４と
呼ばれる。図２０に示されるボックスは、任意の順序で
実行され得る。システムは記憶域を管理するための内部
メモリ・データ構造を保持する。こうした内部メモリ・
データ構造はリストを含む。ボックス１７０５で、内部
メモリ・データ構造を変更することにより、割当て及び
割当て解除が実行される。通常、ディスク操作はボック
ス１７０５では発生しない。従って、割当て及び割当て
解除は高速である。システムはボックス１７１０におい
て、周期的に、メモリへの情報をチェックする。例え
ば、システムはｎトランザクション毎に、チェックポイ
ントを設定する。ここでｎはシステム・パラメータであ
る。更に、チェックポイントは一般に、システムがオフ
する前に実行される。正常シャットダウンの直前に、シ
ステムは追加の情報をディスク上に記憶でき（例えば、
システムがフリー・リストを使用していると仮定した場
合、メモリ内のフリー・リストの構造）、これが後に始
動時間を低減するために読出される。
の実施例が示され、これは便宜上、メモリ管理方法４と
呼ばれる。図２０に示されるボックスは、任意の順序で
実行され得る。システムは記憶域を管理するための内部
メモリ・データ構造を保持する。こうした内部メモリ・
データ構造はリストを含む。ボックス１７０５で、内部
メモリ・データ構造を変更することにより、割当て及び
割当て解除が実行される。通常、ディスク操作はボック
ス１７０５では発生しない。従って、割当て及び割当て
解除は高速である。システムはボックス１７１０におい
て、周期的に、メモリへの情報をチェックする。例え
ば、システムはｎトランザクション毎に、チェックポイ
ントを設定する。ここでｎはシステム・パラメータであ
る。更に、チェックポイントは一般に、システムがオフ
する前に実行される。正常シャットダウンの直前に、シ
ステムは追加の情報をディスク上に記憶でき（例えば、
システムがフリー・リストを使用していると仮定した場
合、メモリ内のフリー・リストの構造）、これが後に始
動時間を低減するために読出される。
【００６０】こうしたチェックポイントは、システムが
正常シャットダウンまたは障害の後に、再始動する事を
可能にする。正常シャットダウンの直前に、システムは
自身が正規のチェックポイントの間に記憶しなかったか
もしれない情報をディスク上に記憶する。こうした補助
情報は、後に始動時間を低減するために読込まれる。
正常シャットダウンまたは障害の後に、再始動する事を
可能にする。正常シャットダウンの直前に、システムは
自身が正規のチェックポイントの間に記憶しなかったか
もしれない情報をディスク上に記憶する。こうした補助
情報は、後に始動時間を低減するために読込まれる。
【００６１】異なるメモリ管理方法のトレードオフが、
システム設計者が性能要求に最も好適なメモリ管理方法
を選択する際に考慮される。ここで述べるメモリ管理方
法は、従来技術に勝る多くの利点を提供する。メモリ管
理方法１は、メモリ管理方法２及び３よりも少ないヘッ
ダ空間を必要とする。更に、メモリ管理方法１は割当て
及び割当て解除のために、メモリ管理方法２及び３より
も少ないディスク書込みを実行する。メモリ管理方法１
では、ディスク上の情報が常に最新であり、チェックポ
イントは必要とされない。
システム設計者が性能要求に最も好適なメモリ管理方法
を選択する際に考慮される。ここで述べるメモリ管理方
法は、従来技術に勝る多くの利点を提供する。メモリ管
理方法１は、メモリ管理方法２及び３よりも少ないヘッ
ダ空間を必要とする。更に、メモリ管理方法１は割当て
及び割当て解除のために、メモリ管理方法２及び３より
も少ないディスク書込みを実行する。メモリ管理方法１
では、ディスク上の情報が常に最新であり、チェックポ
イントは必要とされない。
【００６２】メモリ管理方法２は、ディスク上での複数
リストの保持を可能にし、これらのリストは、始動の間
に、メモリ管理方法１よりも少ないディスク読出しによ
り、特定サイズのブロックを突き止めるために使用され
る。チェックポイントがメモリ管理方法２では使用さ
れ、ディスク上のリスト先頭は常に最新とは限らない。
リストの保持を可能にし、これらのリストは、始動の間
に、メモリ管理方法１よりも少ないディスク読出しによ
り、特定サイズのブロックを突き止めるために使用され
る。チェックポイントがメモリ管理方法２では使用さ
れ、ディスク上のリスト先頭は常に最新とは限らない。
【００６３】メモリ管理方法３はフリー・リストを使用
し、最善の性能を獲得するために、全ての割当てがフリ
ー・リストの先頭から行われる。メモリ管理方法３は、
始動の間に特定サイズのフリー・ブロックを突き止める
ために使用され、従って、メモリ管理方法１及び２より
も少ない読出しを使用する。なぜなら、メモリ管理方法
３は複数リストを使用するからである。メモリ管理方法
２と異なり、メモリ管理方法３のリストは、フリー・ブ
ロックだけを含む（正常シャットダウンを仮定した場
合）。チェックポイントが使用されて、ディスク上のリ
ストが更新される必要があり、またディスク上のリスト
は障害の後に修正されなければならない。
し、最善の性能を獲得するために、全ての割当てがフリ
ー・リストの先頭から行われる。メモリ管理方法３は、
始動の間に特定サイズのフリー・ブロックを突き止める
ために使用され、従って、メモリ管理方法１及び２より
も少ない読出しを使用する。なぜなら、メモリ管理方法
３は複数リストを使用するからである。メモリ管理方法
２と異なり、メモリ管理方法３のリストは、フリー・ブ
ロックだけを含む（正常シャットダウンを仮定した場
合）。チェックポイントが使用されて、ディスク上のリ
ストが更新される必要があり、またディスク上のリスト
は障害の後に修正されなければならない。
【００６４】メモリ管理方法４はディスク操作無しに、
割当て及び割当て解除を実行する。しかしながら、メモ
リ管理方法４は他の方法（例えばメモリ管理方法１乃至
３）よりも多くのチェックポイント・プロシージャを含
み得る。更に、メモリ管理方法４を使用すると、障害の
際に、他の方法を使用する場合よりも、ディスク・メモ
リがより陳腐化し得る。
割当て及び割当て解除を実行する。しかしながら、メモ
リ管理方法４は他の方法（例えばメモリ管理方法１乃至
３）よりも多くのチェックポイント・プロシージャを含
み得る。更に、メモリ管理方法４を使用すると、障害の
際に、他の方法を使用する場合よりも、ディスク・メモ
リがより陳腐化し得る。
【００６５】次に、本発明に従い記憶域を割当てる別の
方法（メモリ管理方法５）について述べることにする。
この方法は特に、システムが最初のフリー・バイトを指
し示すポインタ（例えばテール・ポインタ）を保持及び
更新することにより、記憶域をディスク・メモリの大き
なブロック（例えば図５のテール）から割当てていると
きに有用である。
方法（メモリ管理方法５）について述べることにする。
この方法は特に、システムが最初のフリー・バイトを指
し示すポインタ（例えばテール・ポインタ）を保持及び
更新することにより、記憶域をディスク・メモリの大き
なブロック（例えば図５のテール）から割当てていると
きに有用である。
【００６６】図２１を参照すると、システムはブロック
に対するディスク上のヘッダを保持する（ボックス１８
０５）。ヘッダはコード・バイトとして知られる少なく
とも１バイトを含む。ここで図２１で示されるボックス
は、任意の順序で実行され得る。システムはまた、現テ
ール・ポインタ及びディスク上のテール・ポインタを示
す変数を、メモリ内に保持する。ディスク上のテール・
ポインタは陳腐化し得る。ボックス１８１０では、シス
テムはテールからブロックｂ１を割当てる。このステッ
プによりヘッダに記憶される情報には、割当てられたタ
グ、ブロック・サイズ、及び１つ以上のコード・バイト
が含まれる。ディスク上のテール・ポインタは通常、こ
のステップでは更新されない。その理由は、テール・ポ
インタはディスク上でｂ１のヘッダから離れているから
である。ディスク上のテール・ポインタの更新は、余計
なディスク操作を伴う必要があり得る。対照的に、ｂ１
のヘッダ・バイトはディスク上で接近して維持され、従
って、ヘッダの全ての更新は、一般にほとんどディスク
操作を使用せずに行われる（多くの場合、１ディスク書
込みで十分）。ブロックがもはやテールの一部でないこ
とを示す特殊な情報が、コード・バイトに記憶される。
他の目的で使用されるヘッダ・バイトがコード・バイト
として機能することも可能であり、これによりコード・
バイトによりもたらされるオーバヘッドを低減または排
除することができる。例えば、メモリ管理方法２及び３
は、ブロック・サイズ及びリスト・ポインタを記憶する
ためにヘッダ・バイトを使用する。これらのバイトはコ
ード・バイトとしても機能し得る。
に対するディスク上のヘッダを保持する（ボックス１８
０５）。ヘッダはコード・バイトとして知られる少なく
とも１バイトを含む。ここで図２１で示されるボックス
は、任意の順序で実行され得る。システムはまた、現テ
ール・ポインタ及びディスク上のテール・ポインタを示
す変数を、メモリ内に保持する。ディスク上のテール・
ポインタは陳腐化し得る。ボックス１８１０では、シス
テムはテールからブロックｂ１を割当てる。このステッ
プによりヘッダに記憶される情報には、割当てられたタ
グ、ブロック・サイズ、及び１つ以上のコード・バイト
が含まれる。ディスク上のテール・ポインタは通常、こ
のステップでは更新されない。その理由は、テール・ポ
インタはディスク上でｂ１のヘッダから離れているから
である。ディスク上のテール・ポインタの更新は、余計
なディスク操作を伴う必要があり得る。対照的に、ｂ１
のヘッダ・バイトはディスク上で接近して維持され、従
って、ヘッダの全ての更新は、一般にほとんどディスク
操作を使用せずに行われる（多くの場合、１ディスク書
込みで十分）。ブロックがもはやテールの一部でないこ
とを示す特殊な情報が、コード・バイトに記憶される。
他の目的で使用されるヘッダ・バイトがコード・バイト
として機能することも可能であり、これによりコード・
バイトによりもたらされるオーバヘッドを低減または排
除することができる。例えば、メモリ管理方法２及び３
は、ブロック・サイズ及びリスト・ポインタを記憶する
ためにヘッダ・バイトを使用する。これらのバイトはコ
ード・バイトとしても機能し得る。
【００６７】（ディスク上ではなく、）メモリ内のテー
ル・ポインタが、ボックス１８１０で更新される。ボッ
クス１８２５では、ブロックｂ１がテールに割当て解除
される。コード・バイトは、ｂ１が現在テールの一部で
あることを示すように変更される。ディスク上のテール
・ポインタがメモリ内にキャッシュされ、従って、ディ
スクをアクセスすることなく調査可能である。ディスク
上のテール・ポインタが最新の場合、テール・ポインタ
は更新され、ｂ１がテールに割当て解除された後も最新
に維持される。そうでない場合、ディスク上のテール・
ポインタは陳腐化を容認される。
ル・ポインタが、ボックス１８１０で更新される。ボッ
クス１８２５では、ブロックｂ１がテールに割当て解除
される。コード・バイトは、ｂ１が現在テールの一部で
あることを示すように変更される。ディスク上のテール
・ポインタがメモリ内にキャッシュされ、従って、ディ
スクをアクセスすることなく調査可能である。ディスク
上のテール・ポインタが最新の場合、テール・ポインタ
は更新され、ｂ１がテールに割当て解除された後も最新
に維持される。そうでない場合、ディスク上のテール・
ポインタは陳腐化を容認される。
【００６８】更新されたテール・ポインタは、周期的に
チェックポイントでチェックされる（ボックス１８２
０）。例えば、システムはｎトランザクション毎に、チ
ェックポイントを設定する。ここでｎはシステム・パラ
メータである。或いは、システムは、最後にディスク上
のテール・ポインタが更新されてから、ｐ回目のテール
の更新の後にチェックポイントを設ける。ここでｐはシ
ステム・パラメータである。チェックポイントは一般
に、システムが正常動作の間にオフされる前に実行され
る。
チェックポイントでチェックされる（ボックス１８２
０）。例えば、システムはｎトランザクション毎に、チ
ェックポイントを設定する。ここでｎはシステム・パラ
メータである。或いは、システムは、最後にディスク上
のテール・ポインタが更新されてから、ｐ回目のテール
の更新の後にチェックポイントを設ける。ここでｐはシ
ステム・パラメータである。チェックポイントは一般
に、システムが正常動作の間にオフされる前に実行され
る。
【００６９】ディスク上のテール・ポインタを更新する
犠牲は、何度かの割当て及び割当て解除に渡って償却さ
れる。本発明は、図９及び図１０に関連して述べた方
法、或いはメモリ管理方法１乃至３などと共に使用され
得る。メモリ管理方法２及び３と共に使用される場合、
テールのチェックポイントはフリー・リストのチェック
ポイントと組み合わされる。例えば、ＭＦＬＦシステム
が、テール・ポインタ及びフリー・リスト・ポインタの
チェックポイントを必要とすると仮定する。ディスク上
のテール・ポインタは、フリー・リスト・ポインタに隣
接して記憶され得る。こうして、テール・ポインタとフ
リー・リストとが、単一ブロック書込みまたはディスク
・ヘッド移動をほとんど伴わない少数の書込みを用い
て、チェックポイントに掛けられる。
犠牲は、何度かの割当て及び割当て解除に渡って償却さ
れる。本発明は、図９及び図１０に関連して述べた方
法、或いはメモリ管理方法１乃至３などと共に使用され
得る。メモリ管理方法２及び３と共に使用される場合、
テールのチェックポイントはフリー・リストのチェック
ポイントと組み合わされる。例えば、ＭＦＬＦシステム
が、テール・ポインタ及びフリー・リスト・ポインタの
チェックポイントを必要とすると仮定する。ディスク上
のテール・ポインタは、フリー・リスト・ポインタに隣
接して記憶され得る。こうして、テール・ポインタとフ
リー・リストとが、単一ブロック書込みまたはディスク
・ヘッド移動をほとんど伴わない少数の書込みを用い
て、チェックポイントに掛けられる。
【００７０】システム障害が発生する場合、ディスク上
に書込まれたテール・ポインタは最新でない可能性があ
る。ボックス１８１５は障害後に、テール・ポインタを
修正しようとする。ここでｔをテール・ポインタの記憶
値とする。システムは、ｔで始まるブロックに対応する
ヘッダ内のコード・バイトを調査する。これらのコード
・バイトがｔがブロックに対応することを示す場合、ブ
ロック・サイズｓがヘッダから決定される。テール・ポ
インタがｔ＋ｓに増分され、記憶域がブロックに対応し
ないことが示されるまで、コード・バイトの調査プロセ
スが継続する。
に書込まれたテール・ポインタは最新でない可能性があ
る。ボックス１８１５は障害後に、テール・ポインタを
修正しようとする。ここでｔをテール・ポインタの記憶
値とする。システムは、ｔで始まるブロックに対応する
ヘッダ内のコード・バイトを調査する。これらのコード
・バイトがｔがブロックに対応することを示す場合、ブ
ロック・サイズｓがヘッダから決定される。テール・ポ
インタがｔ＋ｓに増分され、記憶域がブロックに対応し
ないことが示されるまで、コード・バイトの調査プロセ
スが継続する。
【００７１】ここで１例において、メモリ管理方法２が
使用されていると仮定する。サイズ及びポインタ・ヘッ
ダの両方が、コード・バイトとして使用され得る。ボッ
クス１８１５で、有効コード・バイトのテストにより、
サイズ・バイトが正当なサイズを記憶し、ポインタが適
切なサイズ・クラスに属するブロックを指し示すことが
確認される。図２１は、確率的リカバリ・アルゴリズム
を実行する。ボックス１８１５で、テール・ポインタが
不必要に進められる可能性がある。コード・バイトの適
切な使用により、この可能性が任意に低く抑えられる。
最悪の場合、あるテール記憶域が失われるかもしれない
が、割当てられた記憶域が誤って割当て解除されること
はない。
使用されていると仮定する。サイズ及びポインタ・ヘッ
ダの両方が、コード・バイトとして使用され得る。ボッ
クス１８１５で、有効コード・バイトのテストにより、
サイズ・バイトが正当なサイズを記憶し、ポインタが適
切なサイズ・クラスに属するブロックを指し示すことが
確認される。図２１は、確率的リカバリ・アルゴリズム
を実行する。ボックス１８１５で、テール・ポインタが
不必要に進められる可能性がある。コード・バイトの適
切な使用により、この可能性が任意に低く抑えられる。
最悪の場合、あるテール記憶域が失われるかもしれない
が、割当てられた記憶域が誤って割当て解除されること
はない。
【００７２】ＭＦＬＦアルゴリズムなどの、テール式デ
ータ構造を使用する幾つかの異なるＤＳＡと共に、図２
１の方法を使用することが可能である。常にボックス１
８２５を用いて、ブロックをテールに割当て解除する必
要はない。例えば、ＭＦＬＦアルゴリズムは通常、最近
解放されたブロックをテールに追加しない。代わりに、
ＭＦＬＦアルゴリズムは、解放されたブロックをフリー
・リストに追加する。記憶域は合体の間にテールに追加
される。
ータ構造を使用する幾つかの異なるＤＳＡと共に、図２
１の方法を使用することが可能である。常にボックス１
８２５を用いて、ブロックをテールに割当て解除する必
要はない。例えば、ＭＦＬＦアルゴリズムは通常、最近
解放されたブロックをテールに追加しない。代わりに、
ＭＦＬＦアルゴリズムは、解放されたブロックをフリー
・リストに追加する。記憶域は合体の間にテールに追加
される。
【００７３】図２２を参照すると、本発明者が行った、
メモリ管理方法１を使用するＭＦＬＦ ＩＩＩと、ＩＢ
Ｍから販売されるＤＢ２（商標）との性能特性のテスト
結果が示される。読出し及び書込み操作は、各々が１０
０バイト未満のサイズの５３００項目に対して行われ
た。報告される時間は、初期化時間を含む。テストラン
は、次のものを含む。 Ａ：単純機能テストを含む全てのテストを、１実行によ
り実行する。 Ｒ：各項目をデータベースから１度読出す（キード（ke
yed）・ルックアップ）。 Ｗｐ：各項目を空データベースに１度書込む（データベ
ースを準備）。 Ｗｎ：各項目をフルのデータベースに１度書込む（準備
されたデータベース内の各項目を置換する）。 Ｉ：データベース内の各項目に渡り反復を実行する（非
キード・ルックアップ）。
メモリ管理方法１を使用するＭＦＬＦ ＩＩＩと、ＩＢ
Ｍから販売されるＤＢ２（商標）との性能特性のテスト
結果が示される。読出し及び書込み操作は、各々が１０
０バイト未満のサイズの５３００項目に対して行われ
た。報告される時間は、初期化時間を含む。テストラン
は、次のものを含む。 Ａ：単純機能テストを含む全てのテストを、１実行によ
り実行する。 Ｒ：各項目をデータベースから１度読出す（キード（ke
yed）・ルックアップ）。 Ｗｐ：各項目を空データベースに１度書込む（データベ
ースを準備）。 Ｗｎ：各項目をフルのデータベースに１度書込む（準備
されたデータベース内の各項目を置換する）。 Ｉ：データベース内の各項目に渡り反復を実行する（非
キード・ルックアップ）。
【００７４】初期化時間とテストＡの余分な機能テスト
のために、（Ｒ＋Ｗｐ＋Ｗｎ＋Ｉ）の合計は、Ａにはな
らない。データベースは、指標付き基本キー（ストリン
グ）及びデータ・オブジェクト（ＬＯＢ）を有する、１
つのテーブルを含む。基本テストは、全ての更新が完了
した後にだけ、更新をコミットした。図２３に示される
ように、補助更新が毎回の更新後に、または５回目の更
新の度にコミットされた。ＤＢ２へのテストの実際の適
用は、５回の更新毎にコミットされる必要があり、ＤＢ
２がテストを完了するために、幾つかの調整パラメータ
が必要とされた。基本テスト結果が図２２に示される。
テスト時間（秒）は、ＤＢ２（１９０２）に比較して、
本発明の驚くべき改善（１９００）を示している。ほと
んどの場合、１桁の改善が達成された。
のために、（Ｒ＋Ｗｐ＋Ｗｎ＋Ｉ）の合計は、Ａにはな
らない。データベースは、指標付き基本キー（ストリン
グ）及びデータ・オブジェクト（ＬＯＢ）を有する、１
つのテーブルを含む。基本テストは、全ての更新が完了
した後にだけ、更新をコミットした。図２３に示される
ように、補助更新が毎回の更新後に、または５回目の更
新の度にコミットされた。ＤＢ２へのテストの実際の適
用は、５回の更新毎にコミットされる必要があり、ＤＢ
２がテストを完了するために、幾つかの調整パラメータ
が必要とされた。基本テスト結果が図２２に示される。
テスト時間（秒）は、ＤＢ２（１９０２）に比較して、
本発明の驚くべき改善（１９００）を示している。ほと
んどの場合、１桁の改善が達成された。
【００７５】図２３を参照すると、ＤＢ２は幾つかのモ
ードで実行された。例えば、ＤＢ２へのテストの適用
は、図２３に示されるように、手動コミット、自動コミ
ット、及び５回の更新毎に行われた。Ｗｐ及びＷｎテス
トにおける本発明の動作時間（秒）は、１桁以上も大き
く、時には２桁以上も大きかった。
ードで実行された。例えば、ＤＢ２へのテストの適用
は、図２３に示されるように、手動コミット、自動コミ
ット、及び５回の更新毎に行われた。Ｗｐ及びＷｎテス
トにおける本発明の動作時間（秒）は、１桁以上も大き
く、時には２桁以上も大きかった。
【００７６】本発明には当業者により達成されるであろ
う多くの変形が存在する。例えば、ＤＳＡは複数のトラ
ンザクションを同時に処理するように並列化され得る。
これはディスク・アレイと併用するのに適している。並
列化を達成する技術については、次の参考文献で述べら
れている。 １）"Dynamic Storage Allocation on a Multiprocesso
r"、Arun Iyengar、Massachusetts Institute of Techn
ology Laboratory for Computer Science TR-560 (PhD
Thesis)、December。 ２）"Scalability of Dynamic Storage Allocation Alg
orithm"、Arun Iyengar、in Proceedings of IEEE Fron
tiers '96、October 1996。
う多くの変形が存在する。例えば、ＤＳＡは複数のトラ
ンザクションを同時に処理するように並列化され得る。
これはディスク・アレイと併用するのに適している。並
列化を達成する技術については、次の参考文献で述べら
れている。 １）"Dynamic Storage Allocation on a Multiprocesso
r"、Arun Iyengar、Massachusetts Institute of Techn
ology Laboratory for Computer Science TR-560 (PhD
Thesis)、December。 ２）"Scalability of Dynamic Storage Allocation Alg
orithm"、Arun Iyengar、in Proceedings of IEEE Fron
tiers '96、October 1996。
【００７７】以上、永続的且つロバストな記憶割当ての
ためのシステム及び方法の実施例について述べてきた
が、当業者であれば前記の教示を鑑み、本発明の趣旨及
び範囲内において、多くの変更及び変形が実施できよ
う。本発明はこれらの変更及び変形も網羅するものであ
る。
ためのシステム及び方法の実施例について述べてきた
が、当業者であれば前記の教示を鑑み、本発明の趣旨及
び範囲内において、多くの変更及び変形が実施できよ
う。本発明はこれらの変更及び変形も網羅するものであ
る。
【００７８】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００７９】（１）コンピュータ・メモリを管理する方
法であって、メモリのフリー・ブロックの複数のセット
を保持し、前記フリー・ブロックが該フリー・ブロック
のサイズにもとづき、前記セットに追加されるステップ
と、第１のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロ
ックに対する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズ
と同じ大きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値
を加えたよりも小さいフリー・ブロックのセットを探索
するステップと、フリー・ブロックが見いだされると、
該フリー・ブロック全体を割当てるステップとを含む、
方法。 （２）前記フリー・ブロックの複数セットを保持するス
テップが、前記フリー・ブロックの複数セットをディス
ク上に保持するステップを含む、前記（１）記載の方
法。 （３）前記フリー・ブロックの複数セットを保持するス
テップが、前記フリー・ブロックの複数セットを主メモ
リ内に保持するステップを含む、前記（１）記載の方
法。 （４）フリー・ブロックが見いだされないが、前記要求
サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１つのブロ
ックが見いだされる場合、当該少なくとも１つのブロッ
クを分割するステップと、分割ステップから生じる第２
のブロックにより前記要求を満足するステップとを含
む、前記（１）記載の方法。 （５）分割される少なくとも１つのブロックが、前記要
求サイズよりも大きい、見いだされる最小のブロックで
ある、前記（４）記載の方法。 （６）前記複数セットが最大ブロックのセットを含み、
前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセットに対
して許可される最小ブロック・サイズよりも大きいか等
しく、前記要求を満足する最大ブロックのセットを探索
するステップを含む、前記（１）記載の方法。 （７）前記探索ステップが、リストを含むセットを探索
するステップを含み、前記リストが前記セットのメモリ
・ブロック割当て情報を含む、前記（１）記載の方法。 （８）前記第１及び第２のしきい値の少なくとも１つを
動的に調整して、性能を動的に調整するステップを含
む、前記（１）記載の方法。 （９）メモリの連続ブロックを維持するステップと、前
記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセットを
選択するステップと、前記フリー・ブロックのセットが
空でないことに応じて、前記セット内で突き止められる
最初のブロックの少なくとも一部を割当てるステップ
と、前記セットが空であることに応じて、前記要求をメ
モリの前記連続ブロックから満足するステップとを含
む、前記（１）記載の方法。 （１０）第１のポインタ位置として、ポインタを前記連
続ブロックを指し示すように維持するステップと、所与
のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、前記第１のポインタ位置から始まる前記
連続ブロックの一部を用いて、前記要求を満足するステ
ップとを含む、前記（９）記載の方法。 （１１）割当てられたブロックを、当該ブロックのサイ
ズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセットに割当
て解除するステップを含む、前記（１）記載の方法。 （１２）コンピュータ・メモリを管理する方法を実行す
る、マシンにより実行可能な命令のプログラムを有す
る、マシンにより読取り可能なプログラム記憶装置であ
って、前記方法が、メモリのフリー・ブロックの複数の
セットを保持するステップであって、前記フリー・ブロ
ックがサイズにもとづき、前記セットに追加され、第１
のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロックに対
する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズと同じ大
きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値を加えた
よりも小さいフリー・ブロックのセットを探索するステ
ップと、フリー・ブロックが見いだされると、該フリー
・ブロック全体を割当てるステップとを含む、プログラ
ム記憶装置。 （１３）前記フリー・ブロックの複数セットを保持する
ステップが、前記フリー・ブロックの複数セットをディ
スク上に保持するステップを含む、前記（１２）記載の
プログラム記憶装置。 （１４）前記フリー・ブロックの複数セットを保持する
ステップが、前記フリー・ブロックの複数セットを主メ
モリ内に保持するステップを含む、前記（１２）記載の
プログラム記憶装置。 （１５）フリー・ブロックが見いだされないが、前記要
求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１つのブ
ロックが見いだされる場合、当該少なくとも１つのブロ
ックを分割するステップと、分割ステップから生じる第
２のブロックにより前記要求を満足するステップとを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （１６）分割される少なくとも１つのブロックが、前記
要求サイズよりも大きい、見いだされる最小のブロック
である、前記（１５）記載のプログラム記憶装置。 （１７）前記複数セットが最大ブロックのセットを含
み、前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセット
に対して許可される最小ブロック・サイズよりも大きい
か等しく、前記要求を満足する最大ブロックのセットを
探索するステップを含む、前記（１２）記載のプログラ
ム記憶装置。 （１８）前記探索ステップが、リストを含むセットを探
索するステップを含み、前記リストが前記セットのメモ
リ・ブロック割当て情報を含む、前記（１２）記載のプ
ログラム記憶装置。 （１９）前記第１及び第２のしきい値の少なくとも１つ
を動的に調整して、性能を動的に調整するステップを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （２０）メモリの連続ブロックを維持するステップと、
前記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセット
を選択するステップと、前記フリー・ブロックのセット
が空でないことに応じて、前記セット内で突き止められ
る最初のブロックの少なくとも一部を割当てるステップ
と、前記セットが空であることに応じて、前記要求をメ
モリの前記連続ブロックから満足するステップとを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （２１）第１のポインタ位置として、ポインタを前記連
続ブロックを指し示すように維持するステップと、所与
のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、前記第１のポインタ位置から始まる前記
連続ブロックの一部を用いて、前記要求を満足するステ
ップとを含む、前記（２０）記載のプログラム記憶装
置。 （２２）割当てられたブロックを、当該ブロックのサイ
ズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセットに割当
て解除するステップを含む、前記（１２）記載のプログ
ラム記憶装置。 （２３）連続する永続的メモリのブロックを管理する方
法であって、メモリの第１のブロック内の最初のフリー
・バイトを決定する第１のポインタを主メモリ内に保持
するステップと、複数のブロックに対する、少なくとも
１コード・バイトを含むヘッダを永続的記憶域内に保持
するステップと、第２のブロックに対して、第２のブロ
ックがもはや第１のブロックの一部でないことを示す少
なくとも１コード・バイトをセットし、前記主メモリ内
の前記第１のポインタを更新することにより、前記第１
のブロックから前記第２のブロックを割当てるステップ
とを含む方法。 （２４）ブロックｂを前記第１のブロックに追加するス
テップを含み、前記追加ステップが、ｂに対応するコー
ド・バイトを、ｂが前記第１のブロックの一部であるこ
とを示すように変更するステップと、前記主メモリ内の
前記第１のポインタを更新するステップとを含む、前記
（２３）記載の方法。 （２５）前記少なくとも１コード・バイトが、前記第２
のブロックがもはや前記第１のブロックの一部でないこ
とを示す以外に、他の機能にも作用する、前記（２３）
記載の方法。 （２６）前記主メモリ内の前記第１のポインタの値にも
とづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを周期的
に更新するステップを含む、前記（２３）記載の方法。 （２７）システム障害に応答して、前記少なくとも１コ
ード・バイトを調査することにより、前記第１及び第２
のポインタを更新するステップを含む、前記（２６）記
載の方法。 （２８）前記ヘッダが単一ブロック書込みを用いて初期
化される、前記（２３）記載の方法。 （２９）連続する永続的メモリのブロックを管理する方
法を実行する、マシンにより実行可能な命令のプログラ
ムを有する、マシンにより読取り可能なプログラム記憶
装置であって、前記方法が、メモリの第１のブロック内
の最初のフリー・バイトを決定する第１のポインタを主
メモリ内に保持するステップと、複数のブロックに対す
る、少なくとも１コード・バイトを含むヘッダを永続的
記憶域内に保持するステップと、第２のブロックに対し
て、第２のブロックがもはや第１のブロックの一部でな
いことを示す少なくとも１コード・バイトをセットし、
前記主メモリ内の前記第１のポインタを更新することに
より、前記第１のブロックから前記第２のブロックを割
当てるステップとを含むプログラム記憶装置 （３０）ブロックｂを前記第１のブロックに追加するス
テップを含み、前記追加ステップが、ｂに対応するコー
ド・バイトを、ｂが前記第１のブロックの一部であるこ
とを示すように変更するステップと、前記主メモリ内の
前記第１のポインタを更新するステップとを含む、前記
（２９）記載のプログラム記憶装置。 （３１）前記少なくとも１コード・バイトが、前記第２
のブロックがもはや前記第１のブロックの一部でないこ
とを示す以外に、他の機能にも作用する、前記（２９）
記載のプログラム記憶装置。 （３２）前記主メモリ内の前記第１のポインタの値にも
とづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを周期的
に更新するステップを含む、前記（２９）記載のプログ
ラム記憶装置。 （３３）システム障害に応答して、前記少なくとも１コ
ード・バイトを調査することにより、前記第１及び第２
のポインタを更新するステップを含む、前記（３２）記
載のプログラム記憶装置。 （３４）前記ヘッダが単一ブロック書込みを用いて初期
化される、前記（２９）記載のプログラム記憶装置。 （３５）永久記憶域内の隣接するフリー・ブロックを合
体する方法であって、ブロックのサイズ及び割当て状況
を示すヘッダを、各ブロックに対して保持するステップ
と、ヘッダ情報を調査して、隣接フリー・ブロックを結
合することにより、フリー・ブロックを合体するステッ
プと、達成される合体のレベルを示す情報を前記永久記
憶域内に周期的に記憶するステップとを含む方法。 （３６）前記（３５）記載の方法を実行する、マシンに
より実行可能な命令のプログラムを有する、マシンによ
り読取り可能なプログラム記憶装置。 （３７）合体の間のシステム障害に応答して、前記永久
記憶域内の情報を読出し、システム障害の前に達成され
た合体のレベルを決定するステップと、前記永久記憶域
内の情報にもとづき、ある時点で合体を再開するステッ
プとを含む、前記（３５）記載の方法。 （３８）前記（３７）記載の方法を実行する、マシンに
より実行可能な命令のプログラムを有する、マシンによ
り読取り可能なプログラム記憶装置。
法であって、メモリのフリー・ブロックの複数のセット
を保持し、前記フリー・ブロックが該フリー・ブロック
のサイズにもとづき、前記セットに追加されるステップ
と、第１のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロ
ックに対する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズ
と同じ大きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値
を加えたよりも小さいフリー・ブロックのセットを探索
するステップと、フリー・ブロックが見いだされると、
該フリー・ブロック全体を割当てるステップとを含む、
方法。 （２）前記フリー・ブロックの複数セットを保持するス
テップが、前記フリー・ブロックの複数セットをディス
ク上に保持するステップを含む、前記（１）記載の方
法。 （３）前記フリー・ブロックの複数セットを保持するス
テップが、前記フリー・ブロックの複数セットを主メモ
リ内に保持するステップを含む、前記（１）記載の方
法。 （４）フリー・ブロックが見いだされないが、前記要求
サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１つのブロ
ックが見いだされる場合、当該少なくとも１つのブロッ
クを分割するステップと、分割ステップから生じる第２
のブロックにより前記要求を満足するステップとを含
む、前記（１）記載の方法。 （５）分割される少なくとも１つのブロックが、前記要
求サイズよりも大きい、見いだされる最小のブロックで
ある、前記（４）記載の方法。 （６）前記複数セットが最大ブロックのセットを含み、
前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセットに対
して許可される最小ブロック・サイズよりも大きいか等
しく、前記要求を満足する最大ブロックのセットを探索
するステップを含む、前記（１）記載の方法。 （７）前記探索ステップが、リストを含むセットを探索
するステップを含み、前記リストが前記セットのメモリ
・ブロック割当て情報を含む、前記（１）記載の方法。 （８）前記第１及び第２のしきい値の少なくとも１つを
動的に調整して、性能を動的に調整するステップを含
む、前記（１）記載の方法。 （９）メモリの連続ブロックを維持するステップと、前
記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセットを
選択するステップと、前記フリー・ブロックのセットが
空でないことに応じて、前記セット内で突き止められる
最初のブロックの少なくとも一部を割当てるステップ
と、前記セットが空であることに応じて、前記要求をメ
モリの前記連続ブロックから満足するステップとを含
む、前記（１）記載の方法。 （１０）第１のポインタ位置として、ポインタを前記連
続ブロックを指し示すように維持するステップと、所与
のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、前記第１のポインタ位置から始まる前記
連続ブロックの一部を用いて、前記要求を満足するステ
ップとを含む、前記（９）記載の方法。 （１１）割当てられたブロックを、当該ブロックのサイ
ズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセットに割当
て解除するステップを含む、前記（１）記載の方法。 （１２）コンピュータ・メモリを管理する方法を実行す
る、マシンにより実行可能な命令のプログラムを有す
る、マシンにより読取り可能なプログラム記憶装置であ
って、前記方法が、メモリのフリー・ブロックの複数の
セットを保持するステップであって、前記フリー・ブロ
ックがサイズにもとづき、前記セットに追加され、第１
のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロックに対
する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズと同じ大
きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値を加えた
よりも小さいフリー・ブロックのセットを探索するステ
ップと、フリー・ブロックが見いだされると、該フリー
・ブロック全体を割当てるステップとを含む、プログラ
ム記憶装置。 （１３）前記フリー・ブロックの複数セットを保持する
ステップが、前記フリー・ブロックの複数セットをディ
スク上に保持するステップを含む、前記（１２）記載の
プログラム記憶装置。 （１４）前記フリー・ブロックの複数セットを保持する
ステップが、前記フリー・ブロックの複数セットを主メ
モリ内に保持するステップを含む、前記（１２）記載の
プログラム記憶装置。 （１５）フリー・ブロックが見いだされないが、前記要
求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１つのブ
ロックが見いだされる場合、当該少なくとも１つのブロ
ックを分割するステップと、分割ステップから生じる第
２のブロックにより前記要求を満足するステップとを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （１６）分割される少なくとも１つのブロックが、前記
要求サイズよりも大きい、見いだされる最小のブロック
である、前記（１５）記載のプログラム記憶装置。 （１７）前記複数セットが最大ブロックのセットを含
み、前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセット
に対して許可される最小ブロック・サイズよりも大きい
か等しく、前記要求を満足する最大ブロックのセットを
探索するステップを含む、前記（１２）記載のプログラ
ム記憶装置。 （１８）前記探索ステップが、リストを含むセットを探
索するステップを含み、前記リストが前記セットのメモ
リ・ブロック割当て情報を含む、前記（１２）記載のプ
ログラム記憶装置。 （１９）前記第１及び第２のしきい値の少なくとも１つ
を動的に調整して、性能を動的に調整するステップを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （２０）メモリの連続ブロックを維持するステップと、
前記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセット
を選択するステップと、前記フリー・ブロックのセット
が空でないことに応じて、前記セット内で突き止められ
る最初のブロックの少なくとも一部を割当てるステップ
と、前記セットが空であることに応じて、前記要求をメ
モリの前記連続ブロックから満足するステップとを含
む、前記（１２）記載のプログラム記憶装置。 （２１）第１のポインタ位置として、ポインタを前記連
続ブロックを指し示すように維持するステップと、所与
のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポインタ
を所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指し示
すステップと、前記第１のポインタ位置から始まる前記
連続ブロックの一部を用いて、前記要求を満足するステ
ップとを含む、前記（２０）記載のプログラム記憶装
置。 （２２）割当てられたブロックを、当該ブロックのサイ
ズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセットに割当
て解除するステップを含む、前記（１２）記載のプログ
ラム記憶装置。 （２３）連続する永続的メモリのブロックを管理する方
法であって、メモリの第１のブロック内の最初のフリー
・バイトを決定する第１のポインタを主メモリ内に保持
するステップと、複数のブロックに対する、少なくとも
１コード・バイトを含むヘッダを永続的記憶域内に保持
するステップと、第２のブロックに対して、第２のブロ
ックがもはや第１のブロックの一部でないことを示す少
なくとも１コード・バイトをセットし、前記主メモリ内
の前記第１のポインタを更新することにより、前記第１
のブロックから前記第２のブロックを割当てるステップ
とを含む方法。 （２４）ブロックｂを前記第１のブロックに追加するス
テップを含み、前記追加ステップが、ｂに対応するコー
ド・バイトを、ｂが前記第１のブロックの一部であるこ
とを示すように変更するステップと、前記主メモリ内の
前記第１のポインタを更新するステップとを含む、前記
（２３）記載の方法。 （２５）前記少なくとも１コード・バイトが、前記第２
のブロックがもはや前記第１のブロックの一部でないこ
とを示す以外に、他の機能にも作用する、前記（２３）
記載の方法。 （２６）前記主メモリ内の前記第１のポインタの値にも
とづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを周期的
に更新するステップを含む、前記（２３）記載の方法。 （２７）システム障害に応答して、前記少なくとも１コ
ード・バイトを調査することにより、前記第１及び第２
のポインタを更新するステップを含む、前記（２６）記
載の方法。 （２８）前記ヘッダが単一ブロック書込みを用いて初期
化される、前記（２３）記載の方法。 （２９）連続する永続的メモリのブロックを管理する方
法を実行する、マシンにより実行可能な命令のプログラ
ムを有する、マシンにより読取り可能なプログラム記憶
装置であって、前記方法が、メモリの第１のブロック内
の最初のフリー・バイトを決定する第１のポインタを主
メモリ内に保持するステップと、複数のブロックに対す
る、少なくとも１コード・バイトを含むヘッダを永続的
記憶域内に保持するステップと、第２のブロックに対し
て、第２のブロックがもはや第１のブロックの一部でな
いことを示す少なくとも１コード・バイトをセットし、
前記主メモリ内の前記第１のポインタを更新することに
より、前記第１のブロックから前記第２のブロックを割
当てるステップとを含むプログラム記憶装置 （３０）ブロックｂを前記第１のブロックに追加するス
テップを含み、前記追加ステップが、ｂに対応するコー
ド・バイトを、ｂが前記第１のブロックの一部であるこ
とを示すように変更するステップと、前記主メモリ内の
前記第１のポインタを更新するステップとを含む、前記
（２９）記載のプログラム記憶装置。 （３１）前記少なくとも１コード・バイトが、前記第２
のブロックがもはや前記第１のブロックの一部でないこ
とを示す以外に、他の機能にも作用する、前記（２９）
記載のプログラム記憶装置。 （３２）前記主メモリ内の前記第１のポインタの値にも
とづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを周期的
に更新するステップを含む、前記（２９）記載のプログ
ラム記憶装置。 （３３）システム障害に応答して、前記少なくとも１コ
ード・バイトを調査することにより、前記第１及び第２
のポインタを更新するステップを含む、前記（３２）記
載のプログラム記憶装置。 （３４）前記ヘッダが単一ブロック書込みを用いて初期
化される、前記（２９）記載のプログラム記憶装置。 （３５）永久記憶域内の隣接するフリー・ブロックを合
体する方法であって、ブロックのサイズ及び割当て状況
を示すヘッダを、各ブロックに対して保持するステップ
と、ヘッダ情報を調査して、隣接フリー・ブロックを結
合することにより、フリー・ブロックを合体するステッ
プと、達成される合体のレベルを示す情報を前記永久記
憶域内に周期的に記憶するステップとを含む方法。 （３６）前記（３５）記載の方法を実行する、マシンに
より実行可能な命令のプログラムを有する、マシンによ
り読取り可能なプログラム記憶装置。 （３７）合体の間のシステム障害に応答して、前記永久
記憶域内の情報を読出し、システム障害の前に達成され
た合体のレベルを決定するステップと、前記永久記憶域
内の情報にもとづき、ある時点で合体を再開するステッ
プとを含む、前記（３５）記載の方法。 （３８）前記（３７）記載の方法を実行する、マシンに
より実行可能な命令のプログラムを有する、マシンによ
り読取り可能なプログラム記憶装置。
【図１】最初のフィット割当て及び最善のフィット割当
てを示す図である。
てを示す図である。
【図２】従来技術に従うバイナリ・バディ・システムを
示す図である。
示す図である。
【図３】メモリ・ブロックの即時合体を示す図である。
【図４】メモリ・ブロックの遅延合体を示す図である。
【図５】従来技術に従う多重フリー・リスト・フィッテ
ィングの特殊なケースとしての、クイック・フィットの
例を示す図である。
ィングの特殊なケースとしての、クイック・フィットの
例を示す図である。
【図６】従来技術に従う多重フリー・リスト・フィッテ
ィング（ＭＦＬＦ Ｉ）の例を示す図である。
ィング（ＭＦＬＦ Ｉ）の例を示す図である。
【図７】従来技術に従うＭＦＬＦ Ｉを用いて、大ブロ
ックの割当てを行う前のスナップショットを示す図であ
る。
ックの割当てを行う前のスナップショットを示す図であ
る。
【図８】従来技術に従うＭＦＬＦ Ｉを用いて、大ブロ
ックの割当てを行った後のスナップショットを示す図で
ある。
ックの割当てを行った後のスナップショットを示す図で
ある。
【図９】本発明に従う多重フリー・リスト・フィット割
当て（ＭＦＬＦ ＩＩＩ）を示すブロック／フロー図で
ある。
当て（ＭＦＬＦ ＩＩＩ）を示すブロック／フロー図で
ある。
【図１０】本発明に従う大ブロックに対する多重フリー
・リスト・フィット（ＭＦＬＦＩＩＩ）割当てを示すブ
ロック／フロー図である。
・リスト・フィット（ＭＦＬＦＩＩＩ）割当てを示すブ
ロック／フロー図である。
【図１１】本発明に従う隣接フリー・ブロックの合体を
示すブロック／フロー図である。
示すブロック／フロー図である。
【図１２】本発明に従うメモリ管理方法１を用いる割当
てを示すブロック／フロー図である。
てを示すブロック／フロー図である。
【図１３】本発明に従うメモリ管理方法１を用いる割当
て解除を示すブロック／フロー図である。
て解除を示すブロック／フロー図である。
【図１４】本発明に従うメモリ管理方法２を示すブロッ
ク／フロー図である。
ク／フロー図である。
【図１５】本発明に従うメモリ管理方法２の実施例であ
る。
る。
【図１６】本発明に従うメモリ管理方法３を示すブロッ
ク／フロー図である。
ク／フロー図である。
【図１７】本発明に従うメモリ管理方法３の実施例であ
る。
る。
【図１８】本発明に従うメモリ管理方法３の実施例であ
る。
る。
【図１９】本発明に従うメモリ管理方法３の実施例であ
る。
る。
【図２０】本発明に従うメモリ管理方法４を示すブロッ
ク／フロー図である。
ク／フロー図である。
【図２１】本発明に従うテール割当て及び割当て解除の
管理のブロック／フロー図である。
管理のブロック／フロー図である。
【図２２】従来技術に対する本発明の１実施例のテスト
結果のプロット図である。
結果のプロット図である。
【図２３】従来技術に対する本発明の１実施例のテスト
結果の別のプロット図である。
結果の別のプロット図である。
１３、１４０８、１４０９、１６０８、１６１１ メモ
リ・ブロック １６０７ フリー・リスト １６０９ 指標 １６１２ アドレス・ラベル
リ・ブロック １６０７ フリー・リスト １６０９ 指標 １６１２ アドレス・ラベル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェームス・アール・エイチ・チャレンジ ャー アメリカ合衆国10524、ニューヨーク州ガ ーリソン、ボックス 12、レイルロード １ (72)発明者 アラン・ケイ・リエンガー アメリカ合衆国10598、ニューヨーク州ヨ ークタウン・ハイツ、パーク・レーン 1160
Claims (38)
- 【請求項１】コンピュータ・メモリを管理する方法であ
って、 メモリのフリー・ブロックの複数のセットを保持し、前
記フリー・ブロックが該フリー・ブロックのサイズにも
とづき、前記セットに追加されるステップと、 第１のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロック
に対する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズと同
じ大きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値を加
えたよりも小さいフリー・ブロックのセットを探索する
ステップと、 フリー・ブロックが見いだされると、該フリー・ブロッ
ク全体を割当てるステップとを含む、方法。 - 【請求項２】前記フリー・ブロックの複数セットを保持
するステップが、前記フリー・ブロックの複数セットを
ディスク上に保持するステップを含む、請求項１記載の
方法。 - 【請求項３】前記フリー・ブロックの複数セットを保持
するステップが、前記フリー・ブロックの複数セットを
主メモリ内に保持するステップを含む、請求項１記載の
方法。 - 【請求項４】フリー・ブロックが見いだされないが、前
記要求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１つ
のブロックが見いだされる場合、当該少なくとも１つの
ブロックを分割するステップと、 分割ステップから生じる第２のブロックにより前記要求
を満足するステップとを含む、請求項１記載の方法。 - 【請求項５】分割される少なくとも１つのブロックが、
前記要求サイズよりも大きい、見いだされる最小のブロ
ックである、請求項４記載の方法。 - 【請求項６】前記複数セットが最大ブロックのセットを
含み、前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセッ
トに対して許可される最小ブロック・サイズよりも大き
いか等しく、前記要求を満足する最大ブロックのセット
を探索するステップを含む、請求項１記載の方法。 - 【請求項７】前記探索ステップが、リストを含むセット
を探索するステップを含み、前記リストが前記セットの
メモリ・ブロック割当て情報を含む、請求項１記載の方
法。 - 【請求項８】前記第１及び第２のしきい値の少なくとも
１つを動的に調整して、性能を動的に調整するステップ
を含む、請求項１記載の方法。 - 【請求項９】メモリの連続ブロックを維持するステップ
と、 前記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセット
を選択するステップと、 前記フリー・ブロックのセットが空でないことに応じ
て、前記セット内で突き止められる最初のブロックの少
なくとも一部を割当てるステップと、 前記セットが空であることに応じて、前記要求をメモリ
の前記連続ブロックから満足するステップとを含む、請
求項１記載の方法。 - 【請求項１０】第１のポインタ位置として、ポインタを
前記連続ブロックを指し示すように維持するステップ
と、 所与のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポイ
ンタを所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指
し示すステップと、 前記第１のポインタ位置から始まる前記連続ブロックの
一部を用いて、前記要求を満足するステップとを含む、
請求項９記載の方法。 - 【請求項１１】割当てられたブロックを、当該ブロック
のサイズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセット
に割当て解除するステップを含む、請求項１記載の方
法。 - 【請求項１２】コンピュータ・メモリを管理する方法を
実行する、マシンにより実行可能な命令のプログラムを
有する、マシンにより読取り可能なプログラム記憶装置
であって、前記方法が、 メモリのフリー・ブロックの複数のセットを保持するス
テップであって、前記フリー・ブロックがサイズにもと
づき、前記セットに追加され、 第１のしきい値を越える要求サイズのフリー・ブロック
に対する要求に応じて、少なくとも前記要求サイズと同
じ大きさの、但し前記要求サイズに第２のしきい値を加
えたよりも小さいフリー・ブロックのセットを探索する
ステップと、 フリー・ブロックが見いだされると、該フリー・ブロッ
ク全体を割当てるステップとを含む、プログラム記憶装
置。 - 【請求項１３】前記フリー・ブロックの複数セットを保
持するステップが、前記フリー・ブロックの複数セット
をディスク上に保持するステップを含む、請求項１２記
載のプログラム記憶装置。 - 【請求項１４】前記フリー・ブロックの複数セットを保
持するステップが、前記フリー・ブロックの複数セット
を主メモリ内に保持するステップを含む、請求項１２記
載のプログラム記憶装置。 - 【請求項１５】フリー・ブロックが見いだされないが、
前記要求サイズと少なくとも同じ大きさの少なくとも１
つのブロックが見いだされる場合、当該少なくとも１つ
のブロックを分割するステップと、 分割ステップから生じる第２のブロックにより前記要求
を満足するステップとを含む、請求項１２記載のプログ
ラム記憶装置。 - 【請求項１６】分割される少なくとも１つのブロック
が、前記要求サイズよりも大きい、見いだされる最小の
ブロックである、請求項１５記載のプログラム記憶装
置。 - 【請求項１７】前記複数セットが最大ブロックのセット
を含み、前記第１のしきい値が、前記最大ブロックのセ
ットに対して許可される最小ブロック・サイズよりも大
きいか等しく、前記要求を満足する最大ブロックのセッ
トを探索するステップを含む、請求項１２記載のプログ
ラム記憶装置。 - 【請求項１８】前記探索ステップが、リストを含むセッ
トを探索するステップを含み、前記リストが前記セット
のメモリ・ブロック割当て情報を含む、請求項１２記載
のプログラム記憶装置。 - 【請求項１９】前記第１及び第２のしきい値の少なくと
も１つを動的に調整して、性能を動的に調整するステッ
プを含む、請求項１２記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項２０】メモリの連続ブロックを維持するステッ
プと、 前記要求サイズにもとづき、フリー・ブロックのセット
を選択するステップと、 前記フリー・ブロックのセットが空でないことに応じ
て、前記セット内で突き止められる最初のブロックの少
なくとも一部を割当てるステップと、 前記セットが空であることに応じて、前記要求をメモリ
の前記連続ブロックから満足するステップとを含む、請
求項１２記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項２１】第１のポインタ位置として、ポインタを
前記連続ブロックを指し示すように維持するステップ
と、 所与のサイズの記憶域に対する要求に応じて、前記ポイ
ンタを所与のサイズ増分して、第２のポインタ位置を指
し示すステップと、 前記第１のポインタ位置から始まる前記連続ブロックの
一部を用いて、前記要求を満足するステップとを含む、
請求項２０記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項２２】割当てられたブロックを、当該ブロック
のサイズにもとづき、フリー・ブロックの新たなセット
に割当て解除するステップを含む、請求項１２記載のプ
ログラム記憶装置。 - 【請求項２３】連続する永続的メモリのブロックを管理
する方法であって、 メモリの第１のブロック内の最初のフリー・バイトを決
定する第１のポインタを主メモリ内に保持するステップ
と、 複数のブロックに対する、少なくとも１コード・バイト
を含むヘッダを永続的記憶域内に保持するステップと、 第２のブロックに対して、第２のブロックがもはや第１
のブロックの一部でないことを示す少なくとも１コード
・バイトをセットし、前記主メモリ内の前記第１のポイ
ンタを更新することにより、前記第１のブロックから前
記第２のブロックを割当てるステップとを含む方法。 - 【請求項２４】ブロックｂを前記第１のブロックに追加
するステップを含み、前記追加ステップが、 ｂに対応するコード・バイトを、ｂが前記第１のブロッ
クの一部であることを示すように変更するステップと、 前記主メモリ内の前記第１のポインタを更新するステッ
プとを含む、請求項２３記載の方法。 - 【請求項２５】前記少なくとも１コード・バイトが、前
記第２のブロックがもはや前記第１のブロックの一部で
ないことを示す以外に、他の機能にも作用する、請求項
２３記載の方法。 - 【請求項２６】前記主メモリ内の前記第１のポインタの
値にもとづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを
周期的に更新するステップを含む、請求項２３記載の方
法。 - 【請求項２７】システム障害に応答して、前記少なくと
も１コード・バイトを調査することにより、前記第１及
び第２のポインタを更新するステップを含む、請求項２
６記載の方法。 - 【請求項２８】前記ヘッダが単一ブロック書込みを用い
て初期化される、請求項２３記載の方法。 - 【請求項２９】連続する永続的メモリのブロックを管理
する方法を実行する、マシンにより実行可能な命令のプ
ログラムを有する、マシンにより読取り可能なプログラ
ム記憶装置であって、前記方法が、 メモリの第１のブロック内の最初のフリー・バイトを決
定する第１のポインタを主メモリ内に保持するステップ
と、 複数のブロックに対する、少なくとも１コード・バイト
を含むヘッダを永続的記憶域内に保持するステップと、 第２のブロックに対して、第２のブロックがもはや第１
のブロックの一部でないことを示す少なくとも１コード
・バイトをセットし、前記主メモリ内の前記第１のポイ
ンタを更新することにより、前記第１のブロックから前
記第２のブロックを割当てるステップとを含むプログラ
ム記憶装置 - 【請求項３０】ブロックｂを前記第１のブロックに追加
するステップを含み、前記追加ステップが、 ｂに対応するコード・バイトを、ｂが前記第１のブロッ
クの一部であることを示すように変更するステップと、 前記主メモリ内の前記第１のポインタを更新するステッ
プとを含む、請求項２９記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項３１】前記少なくとも１コード・バイトが、前
記第２のブロックがもはや前記第１のブロックの一部で
ないことを示す以外に、他の機能にも作用する、請求項
２９記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項３２】前記主メモリ内の前記第１のポインタの
値にもとづき、前記永続的メモリ内の第２のポインタを
周期的に更新するステップを含む、請求項２９記載のプ
ログラム記憶装置。 - 【請求項３３】システム障害に応答して、前記少なくと
も１コード・バイトを調査することにより、前記第１及
び第２のポインタを更新するステップを含む、請求項３
２記載のプログラム記憶装置。 - 【請求項３４】前記ヘッダが単一ブロック書込みを用い
て初期化される、請求項２９記載のプログラム記憶装
置。 - 【請求項３５】永久記憶域内の隣接するフリー・ブロッ
クを合体する方法であって、 ブロックのサイズ及び割当て状況を示すヘッダを、各ブ
ロックに対して保持するステップと、 ヘッダ情報を調査して、隣接フリー・ブロックを結合す
ることにより、フリー・ブロックを合体するステップ
と、 達成される合体のレベルを示す情報を前記永久記憶域内
に周期的に記憶するステップとを含む方法。 - 【請求項３６】請求項３５記載の方法を実行する、マシ
ンにより実行可能な命令のプログラムを有する、マシン
により読取り可能なプログラム記憶装置。 - 【請求項３７】合体の間のシステム障害に応答して、前
記永久記憶域内の情報を読出し、システム障害の前に達
成された合体のレベルを決定するステップと、 前記永久記憶域内の情報にもとづき、ある時点で合体を
再開するステップとを含む、請求項３５記載の方法。 - 【請求項３８】請求項３７記載の方法を実行する、マシ
ンにより実行可能な命令のプログラムを有する、マシン
により読取り可能なプログラム記憶装置。
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