JPH06202936A - コンピュータ主記憶域管理システムおよび方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】本発明は、記憶領域割付け、戻し、および不要
部分回収の技術を提供し、最小限のオーバーヘッドをな
お必要とするものの、不要部分回収プロセスによって完
全に使用可能なフレームを多数産み出すことである。 【構成】 複数の別々の記憶域フレームから１つのサイ
ズの使用可能ブロックがサブプールの待ち行列に入れら
れる。不要部分回収ルーチンが、サブプールの待ち行列
上にブロックを保持するどのフレームが完全に使用可能
であるかを判断し、それらブロックを待ち行列から取り
出し、完全に使用可能なフレームのブロックに再生させ
る。ブロックは、待ち行列の先頭から割り当てられ、使
用後大部分のブロックは待ち行列の先頭に戻される。待
ち行列の最後部近傍のブロックによって表されるフレー
ムの一部であるブロックは、待ち行列上のその他のブロ
ックとは異なるポジションへ戻され、その他のブロック
の後で割り当てられる。

Description

【発明の詳細な説明】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピューター主記憶
域の管理に一般的に関連し、特に不要部分の整理、すな
わち主記憶域への戻しおよび空ら記憶域ブロックの収集
および接合を扱う。

【従来の技術】プログラム、データ、制御情報、バッフ
ァ、ワーク・エリア等を記憶するために、コンピュータ
・システムは主記憶域を持つ。サブシステム・プログラ
ムを記憶するような主記憶域のいくつかは、初期プログ
ラム・ロードで割り当てられ、そのサブシステムが稼働
する限りは必要とされよう。一方、データおよびワーク
・エリアを記憶するような主記憶域の必要性は一時的な
ものに限られよう。オペレーティング・システムはその
サブシステムによって必要とされる（または「要求され
る」）主記憶域を割り当て、そのサブシステムは、もは
や必要としなくなると、オペレーティングシステムにこ
の主記憶域を戻す。大規模なコンピューター・システム
では、オペレーティング・システムは、例えば、毎秒４
０、０００にも達する種々のサイズのブロックを割り当
て、同じ程度の数のブロックを戻りとして受け取る。主
記憶域が異なるまたはより大きいサイズのブロックに対
する要求を満たすことができるように、主記憶域の中で
戻されたブロックを相互に定期的に接合するために、不
要部分回収は、不可欠である。主記憶域を割り当てるた
めの既知の技法がいくつかある。１つの既知の技法で
は、要求された正確な量は、サイズに関係なく探し求め
られ、もし使用可能であれば、割り当てられる。この技
法は、割り付けに関し記憶域を浪費しないが、一方で
は、正確なサイズの使用可能なブロックをつきとめるに
は相当な探索時間を必要とするかもしれないし、主記憶
域の様々な断片化（フラグメンテーションFRAGMENTATIO
N）を発生させる。これらの問題に対処するため、他の
既知の技法ではあらかじめ決められたあるサイズの大き
さに作られたブロックのみを割り当て、各サイズの戻さ
れたブロックは、次の要求のためにそれぞれのサブプー
ルの中で管理される。例えば、１つの先行技術であるＩ
ＢＭ ＣＰ ６７システムでは、最初の要求が出される
時、その要求に等しいか、あるいは越える中では最小の
あらかじめ決められたサイズのブロックが、主記憶域か
ら割り当てられる。これらのブロックの１つが戻される
まで、このブロック・サイズに対する主記憶域の割り付
けは、継続する。ブロックはそのサイズのブロック専用
のサブプールへ戻され、このサイズに対する次の割り付
け要求はそのサブプールから満たされる。時間の経過と
共に、多くのブロックが多くの異なるサブプールに戻さ
れる。 各々のサブプールは、他のサブプールのブロッ
クと異なるサイズのブロックを保有する。あるサイズの
ブロックに対する需要が殺到し、次に、そのサイズの需
要が急激に減少すると、対応するサブプールは、このサ
イズのブロックを過大に保有することとなる。定期的
に、そのサブプールからのすべてのブロックは主記憶域
に戻され、連続するブロックが接合され、次の要求を満
たすためにより大きいブロックが形成される。そのよう
な不要部分回収プロセスは、需要の殺到と次に続く急激
な減少に対応するよう、異なるまたはより大きいサイズ
のブロックの可用性を保証するために必要である。前述
のテクニックが主記憶域にそのサブプールのすべてのブ
ロックを戻すことに効果的である一方、種々のサイズの
ブロックが主記憶域に対応するギャップを残しながら尚
使用中であるので、主記憶域は、なお非常に断片化され
ている場合がある。この断片化は、主記憶域から次の要
求を満たすための探索時間を増加させ、主記憶域の中の
連続したロケーションを要求に応じて割り当てることが
できないという機会を増加させる。もうひとつの先行技
術ＩＢＭ ＶＭ／ＸＡ ＳＰＩシステムでは、その主記憶
域は、各々連続した記憶域の４０９６バイトのフレーム
に論理的に分割される。主記憶域へのすべての割り付け
および戻しは、フレームに基づいて行われる。あらかじ
め決められたサイズの使用可能なブロックは、使用可能
なブロックを識別するために必要となる探索を最小化す
るために主記憶域からの割り付けの後サブプールにおい
て維持される。以下は、先行技術ＩＢＭ ＶＭ／ＸＡ Ｓ
ＰＩシステムのより詳細な記述である。初めのブロック
要求が出される時、フレームの１つが、その要求を満た
す最小のあらかじめ決められたサイズの数多くのブロッ
クに論理上分割される。次に、そのブロックの１つが、
その要求者に割り当てられる。残りのブロックは、サブ
プールの中で一緒に集められ、制御ブロックによって連
鎖され、（主記憶域の各フレームの使用に供され、フレ
ーム・テーブル・エントリーＦＲＴＥーと呼ばれる)記
憶域サブプール中のブロックが、次の要求を満たすため
に使われる。サブプールがこれら引き続き発生する要求
のために空らになり、同じサイズのブロックに対するも
うひとつの要求が出される時、もうひとつのフレームが
主記憶域域から選択され、ブロックに分割され、そのブ
ロックの一つがその要求をたすために使われる。残りの
ブロックは、同じサブプールに割り当てられるが、もう
ひとつのフレーム・テーブル・エントリの下にグループ
化される。ブロックがいずれかのフレームから戻される
につれ、それらはこのサブプールの中のそれぞれのフレ
ーム・テーブル・エントリの下にグループ化される。フ
レームにおける使用可能なブロックが空らになるまで、
同じサイズのブロックに対する引き続き発生する要求
は、同じフレームから満たされる。異なるサイズのブロ
ックを含む他のサブプールが、同様に生成される。オペ
レーティング・システムは、それぞれのフレームが完全
に使用可能であるかを判断するため各サブプール内の各
フレーム・テーブル・エントリの内容を定期的にチェッ
クし、もしそうならば、主記憶域にそのフレームの全体
を戻す。このテクニックは、不要部分回収に際し全体と
して戻されるフレームの数を最大にする点で非常に効果
的である。しかし、対応するフレーム・テーブル・エン
トリにブロックを戻すために余分のオーバーヘッドを必
要とする。各々の戻しのために、そのフレーム・テーブ
ル・エントリのアドレスは、最初に計算されていなけれ
ばならない。また、各ブロックの戻しが行われている間
に、システムは、そのブロック戻りによりそのフレーム
の使用可能性が完全となるのか、あるいはそのフレーム
の中で単に使用可能なブロックであるのかを判断しなけ
ればならない。前者の場合、ＦＲＭＴＥは引き続く不要
部分回収のため待ち行列からはずされる。後者の場合、
ＦＲＭＴＥは再び待ち行列に入れられる；このＦＲＭＴ
Ｅは、その割り当てるブロックのための待ち行列全体に
わたるサーチを単純化するために使用可能なブロックが
全くなくなった時、待ち行列からはずされたものであ
る。中間的ＦＲＭＴＥ待ち行列の使用は、ＣＰＵに負荷
を与える記憶域追加参照を必要とする。

【発明が解決しようとする課題】本発明は、使用可能記
憶域探索に要する時間や記憶域のフラグメンテーション
の発生または使用済みブロックの主記憶域への戻しにと
もなうオーバーヘッド等の従来技術上の問題を解決する
ため、記憶域割付け、戻し、および不要部分回収の技術
を提供し、その不要部分回収プロセスによって完全に使
用可能なフレームを効率的に多数産み出すことを意図す
る。

【課題を解決するための手段】本発明は、以下記述の新
たなコンピュータの記憶域管理システムを提示する。複
数の別々の記憶域フレームから１つのサイズの使用可能
ブロックがサブプールの待ち行列に入れられる。不要部
分回収ルーチンが、サブプールの待ち行列上にブロック
を保持するどのフレームが完全に使用可能であるかを、
各フレーム用の待ち行列上の使用可能ブロックの数を基
に、定期的または時折、判断する。次に、上記不要部分
回収ルーチンは、それらブロックを待ち行列から取り出
し、完全に使用可能なフレームのブロックに再生させ
る。上記ルーチンは、また、その他のフレームのブロッ
ク（同一フレームのその他のブロックと待ち行列でひと
まとめにされるこれらその他のフレームのブロック）を
再び待ち行列に入れる。ブロックは、待ち行列の先頭か
ら割り当てられ、使用後大部分のブロックは待ち行列の
先頭に戻される。このようにして、ブロックは、次々
と、待ち行列の先頭から割り当てられ、先頭へ戻される
ので、サブプールの利用度が低い場合は、待ち行列の最
後部近傍のフレームからのブロックは割り当てられな
い。戻されるブロックのいくつかは待ち行列の最後部近
傍のブロックによって表されるフレームの一部であるこ
ともあるので、そのようなブロックが、再生のためフレ
ームを使用可能とすることができる。本発明の好ましい
実施例では、待ち行列の最後部近傍のブロックによって
表されるフレームの一部であるブロックは、待ち行列上
のその他のブロックとは異なるポジションへ戻され、そ
の他のブロックの後で割り当てられる。この方法によっ
て、待ち行列の最後部近傍で表されるフレームが次回の
不要部分回収プロセスにおいて完全に利用可能となる見
込みが増加する。

【実施例】以下の記述では図を参照し、使用する数字は
図中のエレメントを表す。図１は、本発明を具体化して
いるコンピュータ・システム１００を図示する。コンピ
ューターシステム１００は、ＣＰＵ１１０,１１２、オ
ペレーティング・システム１３０および主記憶域１２０
を含む。例として、コンピュータ・システム１００はＩ
ＢＭ ＥＳ／９０００コンピュータ・システムによって
提供され、オペレーティング・システム１３０は、以下
本発明によって記述される空き記憶域管理プログラム１
４０および関連する構造および制御ブロックを除いて、
ＩＢＭ ＶＭ／ＥＳＡ１.１オペレーティング・システ
ムによって提供される。ＥＳ/９０００コンピュータ・
システムは注文番号SA22-7201〜08の「ＥＳＡ／３９０
プリンシプル・オブ・オペレーション」という題名の文
書で、また、ＶＭ／ＥＳＡ１.１オペレーティング・シ
ステムグ・システムは注文番号GC24-555の「ＶＭ／ＥＳ
Ａジェネラル・インフォメーション」という題名の文書
で、それぞれ詳述されている。これら両方のドキュメン
トともＩＢＭ社から発行されている。本発明は、仮想機
械または非仮想機械システム環境のいずれにおいても使
われることができる。主記憶域１２０は、１フレームに
つき連続した４０９６バイトのフレーム１３５のような
複数のフレームに論理上分割される。以下により詳細に
記述されるように、４０９６より少ない連続したバイト
を持つフレームから成るひとつ以上のブロックが、記憶
要求を満たすために割り当てられることができる。オペ
レーティング・システム１３０内のサブシステム１２５
のようなコンピュータ・システム１００の内の種々のプ
ログラムおよびサブシステムによって、そのような要求
は出される。オペレーティング・システム１３０の空き
記憶域管理プログラム１４０は、要求に従って主記憶域
をサブシステム１２５に割り当てるためのブロック割当
てルーチン４００と、ブロックがもはや必要とされない
時、サブプール１５１〜１５３に割当てブロックを戻す
ためのブロック戻しルーチン８００と、定期的に戻され
たブロックを回収し、完全に使用可能なフレームと接合
し、主記憶域１２０へ完全に使用可能なフレームを戻す
ための不要部分回収ルーチン６００とを含む。これらの
機能は、 図５〜８を参照しながら以下詳細に記述され
る。これらの機能は以下記述の構造および制御ブロック
を使用する。主記憶ブロックの急速な割当ておよび戻し
を容易にするために、空き記憶域管理プログラムは、使
用可能なブロックから成る複数のサブプールを維持す
る。同じサブプール内のすべてのブロックは同じサイズ
を持ち、各サブプールは他のサブプールのブロックとは
異なるサイズのブロックを持つ。サブプールのためのア
ンカーを含むサブプール制御ブロック１５１〜１５３
（図１）によって各サブプールは、代表される。サブプ
ール制御ブロックのすべては、主記憶の連続したロケー
ションに記憶されて、サブプール制御ブロック・テーブ
ル１５５を形づくるために昇順に並べられる。図３と図
４の参照によって詳細に記述されるが、それらが関連づ
けられるフレームに関係なく同じサブプールの範囲内の
すべての使用可能なブロックは、サブプール制御ブロッ
ク・アンカー３２０から待ち行列に入れられる。オペレ
ーティング・システム１３０は、また、主記憶域からの
すべてのフレームを表わすためにフレーム制御ブロック
またはフレーム・テーブル・エントリ１７１〜１７９
（ＦＲＭＴＥ）から成るフレーム・テーブル１７０を含
む。グローバル使用可能フレーム待ち行列アンカー１７
９は、（システム使用のために）完全に使用可能だがサ
ブプールに割り当てられてない最初のＦＲＭＴＥをポイ
ントする。すべての未割り当てだが完全に使用可能なＦ
ＲＭＴＥがグローバル使用可能フレーム待ち行列１８０
を形づくるために一緒に連鎖されるまで、これら未割り
当てで使用可能なＦＲＭＴＥは、次の未割当てだが完全
に使用可能なＦＲＭＴＥに、ポイントし、次々にこの操
作が行われる。要求サイズに対応しているサブプールが
空らの場合のみ、空ら記憶域管理プログラムは、グロー
バル使用可能フレーム待ち行列から割り当てる。この
時、これらの未割当てだが完全に使用可能なフレームの
１つは、空らサブプールに割り当てられ、１またはそれ
以上のブロックが割り当てられる。残りのＦＲＭＴＥの
いくつかは、サブプールに割り当てられ、部分的にまた
は完全に使用可能なフレームを表わす。サブプールに割
り当てられる完全に使用可能なフレームは、以前のある
時点では部分的か完全にか使用されたものである；すな
わち、そのブロックはそのサブプールにその後戻された
が、そのフレームはまだグローバル使用可能フレーム待
ち行列に戻されなかったものである。残りのＦＲＭＴＥ
は、完全に利用され、どのサブプールにも割り当てられ
てないフレームを表す。本発明の一つの目的は、本発明
の実施に必要なオーバーヘッドを最小限に押さえなが
ら、グローバル使用可能フレーム待ち行列に全体におい
て戻されることができる、別々のサブプールに割り当て
られるフレームの数を極大化することである。図２は、
不要部分回収の間のＦＲＭＴＥ１７３を図示する。ＦＲ
ＭＴＥ１７３は、サブプール１５１に割り当てられ、こ
の不要部分回収時に部分的に使用可能なフレーム１３５
を表わす。フレーム１３５内のブロック２５１、２５
２、２５３および２５４は、使用可能で、ＦＲＭＴＥか
ら待ち行列に入れられる。ＦＲＭＴＥ１３５およびサブ
プールに割り当てられるフレームを表わすすべてのＦＲ
ＭＴＥは、不要部分回収の時点でのみ、参照され、使用
され、そして修正される。これらのＦＲＭＴＥは、引き
続き起きるブロックの次の割当てまたは戻しの間、不要
部分回収の後サブプールへの変化がＦＲＭＴＥに反映さ
れないように、参照も使用も修正もされない。これは、
ＦＲＭＴＥを維持し、本発明を実施するため必要となる
オーバーヘッドを減少させる。ＦＲＭＴＥ１７３の最初
のフィールド２１０は、そのサブプールの中で次のＦＲ
ＭＴＥへのポインタである。以下記述のように各サブプ
ールの中でのフレームの順序は、不要部分回収時に確立
される。ＦＲＭＴＥ１７３の２番目のフィールド２２０
は対応するフレームにおける使用可能ブロックの待ち行
列のためのアンカーであり、最初のそのような使用可能
ブロックをポイントする。この最初の使用可能ブロック
は次の使用可能ブロックをポイントし、次々にこのよう
にして最後のブロックまでポイントされる。ＦＲＭＴＥ
１７３の３番目のフィールド２３０は、そのフレームの
中で最後の使用可能ブロックをポイントしている。４番
目のフィールド２３５は、そのフレームの中で現在使用
可能ブロックの数を示す。残りのフィールド２４０は、
本発明と関係のない目的のためにオペレーティング・シ
ステム１３０によって使われる。（グローバル使用可能
フレーム待ち行列１８０の上のフレームを表わすＦＲＭ
ＴＥについては、フィールド２１０は待ち行列１８０上
の次のＦＲＭＴＥをポイントし、フィールド２２０は先
行するＦＲＭＴＥをポイントし、フィールド２３０およ
び２３５は使われない。）図３および図４は、サブプー
ル制御ブロック151および２つの時点で関連づけられる
使用可能ブロックを図示する。サブプール制御ブロック
１５１内には複数のフィールドがある。フィールド３１
０は、複数のプロセッサの間でのサブプールへのアクセ
スを逐次実行するために用いられるロックである。フィ
ールド３２０は、そのサブプールの最初の（すなわちそ
の先頭の）ブロックをポイントするサブプール・アンカ
ーである。そのサブプールの中の最初のブロックは、次
のブロックをポイントし、次はまたその次というように
最後のブロックまでポイント付けが行われる。ブロック
は、その待ち行列の先頭から割り当てられる。サブプー
ルが空らのとき、フィールド３２０は、ゼロと等しい。
フィールド３３０は、このサブプールから割り当てら
れ、現在使用されているブロックの数を示す。フィール
ド３４０は、このサブプール内でブロックを持っている
フレームの数を示す。フィールド３５０はこのサブプー
ルの中での完全に使用可能フレーム１７９へのポインタ
である；このフレームは最後の不要部分回収時に完全に
使用可能であるとわかって、（ブロック・アンカー３２
０から始まる）サブプール待ち行列から取り除かれた
が、まだグローバル使用可能フレーム待ち行列１８０に
戻されてはいない。例えば、不要部分回収は３０秒毎に
行われるとする。そのとき、完全に使用可能フレーム
は、識別され、空きＦＲＭＴＥアンカー３５０から連鎖
される。空きＦＲＭＴＥアンカー３５０からつながれた
これらの完全に使用可能ブロックは、（それらがサブプ
ールが空きのために次の不要部分回収が行われる前にサ
ブプールに割り当てられることはないと仮定して）、次
の不要部分回収の始めにグローバル使用可能フレーム待
ち行列１８０に戻される。下記により詳細に述べるが、
オーバーヘッドを減らすため、ブロック・アンカー３２
０から始まるサブプール待ち行列が空らになる時の割当
て要求を満たすため、グローバル使用可能フレーム待ち
行列１８０からのフレームが使用される前に空フレーム
待ち行列からのフレームが使われる。フィールド３６０
は、そのサブプールの中のすべてのブロックのサイズを
示す。フィールド３７０は、「回収待ち行列」の最初の
ブロックへポイントする回収待ち行列アンカーである。
回収待ち行列は、前回の不要部分回収時にサブプール待
ち行列の最後にブロックが既に入れられているそのフレ
ームの戻されるブロックのための貯蔵所である。しか
し、本発明に従えば、戻されるブロックが前回の不要部
分回収時にサブプール待ち行列の最後部またはその近く
で待ち行列に入れられた複数フレームのブロックを回収
待ち行列が受け取ることができることに注意すべきであ
る。ブロックが回収待ち行列に戻されるフレームの正確
な数は、各サブプールに割り当てられたフレームの数に
依存する。たとえば、フレームからのブロックが最後の
不要部分回収時にサブプール待ち行列の最後部近くに入
れられた限り、これらの１／４または半分のフレームか
らのブロックを回収待ち行列に戻すことは、望ましいか
もしれない。更に下記に詳細に述べるように、サブプー
ル待ち行列が空らになり、もうひとつの要求がそのサブ
プールからのブロックに対し行われなければ、ブロック
は回収待ち行列から割り当てられない。かくして、ブロ
ックが最後の不要部分回収時にサブプール待ち行列の最
後部近くで待ち行列に入れられたフレームで、そのブロ
ックがその後回収待ち行列に戻されるフレームは、（こ
のサイズに対する需要が弱まるならば）次の不要部分回
収時に完全に使用可能となる。図３は、不要部分回収の
直後にそのサブプールの中で使用可能なブロックを図示
する。不要部分回収ルーチンは、各フレーム からの使
用可能ブロックのすべてを一団にまとめるためにサブプ
ール待ち行列を再配置した。大括弧の各々は、フレーム
１７５、１７１、１７８および１７３のそれぞれの範囲
内で、使用可能ブロックのすべてを示す。フレーム１７
３からのブロックは、サブプール待ち行列の最後部にま
ためられた。引き続いて、ブロックは先に述べたように
サブプール待ち行列または回収待ち行列に戻される。各
ブロックは戻されるにつれ、その待ち行列の中で先頭と
なり、待ち行列内のその他のブロックを１ポジション後
方に置き換える。これは、各待ち行列からのブロックの
割り当ておよびその戻しをおこなうための「ＬＩＦＯ」
または「プッシュダウンスタック」として知られている
手法である。ある場合には複数のブロックが１個のフレ
ームからかためて戻されるかもしれない。一方、１時点
で１フレームからただひとつのブロックが戻される場合
もある。戻されたブロックを持つフレームの順序は、予
測できない。図４は、最後の不要部分回収時にサブプー
ル待ち行列の最後部の近くで、フレーム１７５からの待
ち行列の最初の２個のブロックが割り当てられ、フレー
ム１７８および１７１からの２個のブロックがその待ち
行列の最初に戻された直後の（次の不要部分回収時間の
前の）同じサブプール待ち行列を図示する。実際には１
秒間に何千ものブロックがそのサブプールに割り当てら
れて、サブプールに戻されるかもしれないが、単純化の
ためわずか２つの割当てと２つの戻しが図４で示される
ていることに注意すべきである。図４はまた、最後の不
要部分回収時以来フレーム１７３から３個のブロックが
回収待ち行列に戻されたことを示す。フレーム１７３に
合計６個のブロックがあると仮定すると、フレーム１７
３が今完全に使用可能なことを、図４が示す状況は、明
らかにしている。サブプール待ち行列の前方部にその後
引き続き戻されるブロックを含め、フレーム１７３から
のブロックに先行するサブプール待ち行列のブロックの
すべてが次の不要部分回収以前に割り当てられないなら
ば、フレーム１７３は完全に使用可能で、グローバル使
用可能フレーム待ち行列に空らＦＲＭＴＥアンカーを介
して次の戻しのために入れられることができる。本発明
の目的に従えば、不要部分回収時のブロックのグループ
化と、サブプール待ち行列の先頭からのブロックの割当
てと、回収待ち行列へのフレーム１７３からの（サブプ
ール待ち行列の最後に表わされる）ブロックの戻しと、
サブプール待ち行列の先頭へのその他のブロックの戻し
とは、以下記述のような効果を持つ。不要部分回収の間
にそのサブプールが完全に使用／割り当てされないと仮
定すると、その待ち行列の最後のフレーム１７３のブロ
ックは、新しい要求のために割り当てられない。しかし
ながら、フレーム１７３の他のブロックが使用の後戻さ
れる時、それらは回収待ち行列の中に入れられる。上記
のように、サブプール待ち行列が空らになり、もうひと
つの要求がこのサブプールのために存在するのでなけれ
ば、ブロックは回収待ち行列から割り当てられない。次
の不要部分回収時に回収待ち行列上のブロックはサブプ
ール待ち行列からのブロックと組み合わせられ、図示さ
れた例で、フレーム１７３が完全に使用可能となる。
（同様に、その次の不要部分回収時に、あらゆる不完全
なフレームの戻されたブロックすべては、先に述べたよ
うにサブプール待ち行列の上にまとめられる。） した
がって、前述の技法は、待ち行列の最後のフレームが次
の不要部分回収時に完全に使用可能で、グローバル使用
可能フレーム待ち行列１８０に全体においてその後戻さ
れることができるという機会を増やす。上記のように、
本発明は、サブプール待ち行列の最後に表わされる１ま
たはそれ以上のフレームから、回収待ち行列にブロック
を戻すよう拡張できる。また、本発明の目的に従えば、
ブロックの割り当てと戻し、および、不要部分回収の実
行とに必要とされるオーバーヘッドは僅かである。 以
下にさらに詳細に記述されるが、ブロック割当ておよび
ブロック戻しルーチンは短く、不要部分回収ルーチンは
３０秒に１回だけ実行されればよい。同様に、各サブプ
ールから割り当てるブロックに対する探索と、どの待ち
行列が戻されるブロックを受け取るべきかの決定と、ブ
ロックを受け取る待ち行列の位置の探索とに要する時間
は短い。図５は、空き記憶域管理プログラム１４０のブ
ロック割当てルーチン４００を図示する。サブシステム
１２５またはほかのプログラムが主記憶域のブロックを
要求するとき、このルーチンは、起動される。ステップ
４１０の中で、ブロック割当てルーチン４００は、その
要求を満たすことのできる最小の、あらかじめ決められ
たブロック・サイズを持っているサブプールを探索す
る。要求された倍長語数に等しい行数をテーブル４１２
（図１）に指標付けすることによってこれは実行され
る。テーブルの各々の行は、要求サイズに正確に等しい
か、あるいは他のどのサブプールよりもわずかな数だけ
要求サイズを超えているブロック・サイズを持っている
サブプールをポイントする。次に、ルーチン４００は、
フィールド３１０を設定することによってサブプール制
御ブロック上のロックを獲得し、次に、そのサブプール
が空らならば、サブプール待ち行列の先頭のブロックの
アドレスまたはゼロであるサブプール待ち行列アンカー
３２０を読む（ステップ４３０）。次に、ルーチン４０
０は、ブロック・アンカー・アドレスがゼロかを判断す
る （ステップ４４０）。ゼロでないならば、サブプー
ル待ち行列に使用可能ブロックがあり、ルーチン４００
はそのサブプール上の先頭のブロックを取り出し、（ブ
ロック・アンカーを次のブロックをポイントするように
し）、その要求元にそのブロック・アドレスを供給する
（ステップ４５０）。次に、ルーチン４００は、そのロ
ックを解放する（ステップ４７０）。ステップ４４０に
戻って、もしもサブプール待ち行列が空らならば、ブロ
ック割当てルーチン４００は、回収待ち行列から割当て
要求を満たすことを試みる。かくして、ブロック割当て
ルーチン４００は、回収待ち行列が空らの場合ゼロか、
または回収待ち行列上の先頭のブロックのアドレスかの
いずれかの値である回収待ち行列アンカー３７０を読む
（ステップ５０４）。回収待ち行列が空らでないなら
ば、ブロック割当てルーチンは、回収待ち行列の上の最
初のブロックをポイントするようにサブプール待ち行列
アンカーを変更し、回収待ち行列アンカーをゼロに変更
することによって、回収待ち行列からサブプール待ち行
列へブロックを移動させる（ステップ５０６）。次に、
ブロック割当てルーチンは、サブプール待ち行列の上の
最初のブロックを割り当てるためにステップ４３０に戻
る。再びステップ５０４に戻って、もしも回収待ち行列
上にブロックがなければ、サブプール待ち行列上に表わ
されず、まだグローバル使用可能フレーム待ち行列１８
０に戻されてないが完全に使用可能なフレームがあるか
を決定するため、ブロック割当てルーチンは空らのＦＲ
ＭＴＥアンカー３５０を読取る。もしもそのようなフレ
ームがあれば（ステップ５１０）、アンカー３５０のポ
インターを第２のフレームがあればそのフレームをポイ
ントするように、もしなければゼロに変更することによ
って、（そのアドレスが空らＦＭＲＴＥアンカー３５０
によって示される）最初のそのようなフレームを待ち行
列から取り出す。次に、ブロック割当てルーチンは、ア
ンカー３２０にアンカー２２０をコピーすることによっ
て、空らＦＲＭＴＥ待ち行列からはずされたフレームの
最初のブロックをポイントするようにサブプール待ち行
列アンカー３２０を変更する。その後、フィールド２１
０、２２０、２３０および２３５は、クリアされる。次
に、そのルーチンは、上に記述された方法でサブプール
待ち行列の中で最初のブロックを割り当てるためにステ
ップ４３０まで飛ぶ。ステップ５１０へ再び戻って、サ
ブプール待ち行列および回収待ち行列が空らで、空らの
ＦＲＭＴＥアンカーによって識別される（まだグローバ
ル使用可能フレーム待ち行列１８０に戻されなかった）
完全に使用可能なフレームが存在しないならば、ブロッ
ク割付ルーチンは、（待ち行列１８０上の次の完全に使
用可能フレームをポイントするようにグローバル使用可
能フレーム待ち行列アンカーを変えることによって）グ
ローバル使用可能フレーム待ち行列１８０の最初のフレ
ームを待ち行列からはずす（ステップ５２０）。次に、
ルーチン４００は、そのフレームをサイズがそのサブプ
ールのそれに等しいブロックに論理的に分割し、それら
ブロックを一緒に待ち行列に入れ、フィールド２１０,
２２０、２３０、および２３５をクリアすることによっ
て対応するＦＲＭＴＥを初期化する（ステップ５３
０）。次に、ルーチン４００は、サブプール・アンカー
（ステップ540）にその待ち行列を置く（ステップ５４
０）。次に、ルーチン４００は、サブプール待ち行列の
中で最初のブロックを割り当てるためにステップ４３０
に飛ぶ。図６および図７は、空き記憶域管理プログラム
１４０の不要部分回収ルーチン６００を図示する。この
ルーチンはタイミング・メカニズムによって一定時間毎
に（たとえば、３０秒毎に）起動される。ステップ６０
２で、不要部分回収ルーチンは、不要部分回収を実行す
るための最初または次のサブプールを選択する。上述の
ように、サブプール制御ブロックは主記憶域の連続した
記憶位置に記憶され、最も低いアドレスをもつサブプー
ル制御ブロックは不要部分回収のために選択される最初
のブロックである。次に、ルーチン６００は、選択され
たサブプール制御ブロック上のロックを獲得し（ステッ
プ６０５）、さらに、まだグローバル使用可能フレーム
待ち行列１８０に戻されなかった完全に使用可能フレー
ムがあるかどうかを決めるために空きフレーム・アンカ
ー３５０を読む（ステップ６１０）。下記に詳述される
が、不要部分回収の各事例の間に、完全に使用可能なフ
レームは識別され、サブプール制御ブロックの空きフレ
ーム・アンカー３５０から連鎖されるが、不要部分回収
の次の事例までグローバル使用可能フレーム待ち行列１
８０に戻されない。この先延ばしにより、普通にはない
ような要求中断の間に完全に使用可能になったようなフ
レームの戻しを防止するめことができる。グローバル使
用可能フレーム待ち行列から次の要求を満たす方が空ら
ＦＲＭＴＥアンカー待ち行列からよりもいっそう多くの
オーバーヘッドを必要とする。空らのＦＭＲＴＥアンカ
ー３６０から現在連鎖されているひとつ以上の完全に使
用可能フレームがあるならば、それらは今アンカー３５
０からはずされ、グローバル使用可能フレーム待ち行列
１８０に入れられる（ステップ６６５）。もしもなけれ
ば、またはステップ６６５の後の場合は、ルーチン６０
０は、サブプール待ち行列アンカー３２０から連鎖され
ている最初のブロックを選択して、待ち行列からはずす
（ステップ６２０）。次に、ルーチン６００は、以下の
方程式に基づいてフレーム・アドレスから、ＦＲＭＴＥ
アドレスを計算する（ステップ６２５）: ＦＲＭＴＥ
アドレス＝フレーム番号 ＊ ＦＲＭＴＥサイズ ＋ フレ
ーム・テーブル開始アドレス（ただし、ブロック・アド
レスのビット１〜１９ ＝ フレーム番号）。次に、ルー
チン６００は、ＦＭＲＴＥからのブロックを待ち行列に
入れ、ＦＲＭＴＥのカウント・フィールド２３５を増加
する（ステップ６３０）。次に、ルーチン６００は、こ
れがサブプール待ち行列に入れられるＦＭＲＴＥからの
最初のブロックであるかを判断し（ステップ６３５）、
そうであれば、このサブプール待ち行列上でブロックを
持った他のフレームを表すＦＲＭＴＥと共にそのＦＲＭ
ＴＥを待ち行列に入れる。この待ち行列化ステップは、
ポインタ・フィールド２１０を使用する。次に、ルーチ
ン６００は、フィールド２３０にこのブロックのアドレ
スを保存する（ステップ６４５）。待ち行列メカニズム
がプッシュダウンスタックであるので、、待ち行列にあ
る最初のブロックは、すべてのブロックが待ち行列に入
れられたあとその待ち行列にある最後のブロックである
という点に注意すべきである。次に、ルーチン６００
は、サブプール待ち行列に他のブロックがあるかどうか
を決め（ステップ６５０）、もしそうならば、ステップ
６２０に飛び、対応ＦＲＭＴＥから次のブロックを待ち
行列に入れる。サブプール待ち行列上の最後のブロック
が対応するＦＲＭＴＥの待ち行列に入れられるまで、前
述のプロセスは、くり返される（ステップ６５０）。次
に、ルーチン６００は、ステップ６２０から６４５がサ
ブプール待ち行列（回収待ち行列ではない）に対し実行
されたと判断し（ステップ６５２）、回収待ち行列にブ
ロックが存在するか否か判断する（ステップ６５４）。
もし存在するならば、ルーチン６００は、それぞれのＦ
ＲＭＴＥに、図例ではフレーム１７３のＦＲＭＴＥに、
与えるために回収待ち行列を選択する（ステップ６５
６）。かくして、ルーチン６００は、このＦＲＭＴＥに
その回収待ち行列のブロックを加えるためにステップ６
２０から６４５のループへ戻る。回収待ち行列のブロッ
クのすべてがそれぞれのＦＲＭＴＥに加えられたあと
（ステップ６５０、６５２）、ルーチン６００はステッ
プ７１０へ進み、検査のためサブプールから獲得した最
初のＦＲＭＴＥを選択する。サブルーチン６００は、ブ
ロックのすべてが今やＦＲＭＴＥ待ち行列に入れられて
いるか、すなわち、今や使用可能かをカウント・フィー
ルド２３５を基に判断する（ステップ７２０）。もしそ
うならば、このＦＲＭＴＥはそのサブプールのために空
らフレーム・アンカー３５０から連鎖され、それはこの
フレームのための不要部分回収を成功裡に完了する。サ
ブプールが空らになるならば、このＦＲＭＴＥのフィー
ルド２００は、空らフレームからサブプール・アンカー
３２０へブロックの待ち行列を容易に動かすために後に
使われることができるように、このＦＲＭＴＥのフィー
ルド２００は、手つかずのままにしておかれる。しか
し、このＦＲＭＴＥが完全に使用可能でないならば、こ
のＦＲＭＴＥのブロックは、サブプール待ち行列の上に
再度入れられなければならない。ステップ７２２で、こ
のＦＲＭＴＥがサブプール待ち行列に入れられべき最初
のブロックを含むかどうか、ルーチン６００は、判断す
る。サブプール待ち行列上に入れられる次のブロックの
各々が以前のブロックを１ポジション後方におきかえる
ので、待ち行列に入れられた最初のブロックは、不要部
分回収プロセスの結果、サブプール待ち行列の最後のブ
ロックとなる。上述のように、サブプール待ち行列の上
に表わされる最後のフレームに対するその後戻されたブ
ロックは、回収待ち行列（サブプール待ち行列ではな
い）に入れられる。したがって、ブロックが戻される時
それらが適切な待ち行列に入れられるように、サブプー
ル待ち行列上に表わされる最後のフレームは識別されて
いなければならない。それ故に、ルーチン６００は、フ
ィールド３８０にこのフレームのアドレスを記憶する
（ステップ７２４）。次に、ルーチン６００は、サブプ
ール待ち行列アンカーからのサブプール待ち行列にこの
ＦＲＭＴＥのすべての使用可能ブロックを成功裡に（ま
とめて）入れる（ステップ７３０）。このステップに
は、そのフレームのサブプール待ち行列から最初の使用
可能ブロックへのポインタと、そのフレームの最後の使
用可能ブロックから残りのサブプール待ち行列へのポイ
ンタとを必要とする。次に、ルーチン６００は、次の不
要部分回収に備え初期状態にするためＦＲＭＴＥのすべ
てのフィールドをゼロにする。前述のプロセスは、その
サブプールの他の使用可能ブロックを含むＦＲＭＴＥの
各々のためにくり返される（ステップ７５０）。次に、
ルーチン６００は、このサブプール制御ブロック上のロ
ックを解放するためにステップ６５５に飛ぶ。もしも不
要部分回収を必要としている他のサブプールが存在する
ならば、ルーチン６００は、ステップ６００に飛ぶこと
によって、これら他のサブプールのために図６および図
７のプロセスをくり返す。図６および図７で示される不
要部分回収には２つの有益な効果がある。第１に、今完
全に使用可能なフレームのすべては、不要部分回収の次
の事例の間にグローバル使用可能フレーム待ち行列１８
０への次の戻しのために空らＦＲＭＴＥアンカーから連
鎖される。第２に、追加の完全に使用可能なフレームを
産み出すような方法で、以下に記述されるブロック戻し
ルーチン８００が新しいブロックを戻すことができるよ
うに部分的に使用可能なフレームそれぞれのブロックの
すべてが一緒にグループ化される。図８は、ブロック戻
しルーチン８００を図示する。このルーチンは、それが
もはやブロックを必要としないとき、サブシステム１２
５またはほかのプログラムによって呼び出され、もうひ
とつのサブシステムまたはほかのプログラム使用のため
にブロックを戻す。ステップ８１０で、ルーチン８００
は、どのサブプールが戻されているサイズのブロックを
含むかをテーブル４１２を基に判断し（ステップ８１
０）、そのサブプールのロックを入手する（ステップ８
２０）。次に、サブプール待ち行列または回収待ち行列
にそのブロックを戻すかどうか、ルーチン８００は、決
めなければならない。したがって、ルーチン８００は、
戻されたブロックのアドレスをサブプール待ち行列の上
に表わされた最後のフレームに対応しているフィールド
３８０と比較する。戻されたブロックがサブプール待ち
行列で表される最後のフレームの一部でないならば（ス
テップ８２２）、ルーチン８００はサブプール待ち行列
上の最初のポジションにそのブロックを入れる（ステッ
プ８３０）。ステップ８３０は、ブロック・アンカー３
２０が、新しいブロックをポイントするために変更され
ること、および、サブプール待ち行列の次のブロックを
ポイントするするように戻されたブロックの中へポイン
タが書かれることののみを必要とする。次に、ルーチン
８００は、そのブロックがもはや用いられていないので
このサブプールに対する使用カウントを減少させ（ステ
ップ８４０）、そのサブプール上のロックを取り除く
（ステップ８５０）。再びステップ８２２で、戻された
ブロックがサブプール待ち行列の上に最後に表わされた
フレームの一部であるならば、そのブロックが回収待ち
行列に最初に入れられ（ステップ８５２）、次にステッ
プ８４０および８５０が、実行される。回収待ち行列に
戻されるブロックの例外はあるが、ブロックがサブプー
ル待ち行列の先頭割り当てられ、サブプール待ち行列の
先頭に戻されるので、サブプール待ち行列の利用が低め
の場合は、サブプールの最後のフレームのブロックが割
り当てられることは殆どないだろうということは注意さ
れるべきである。かくして、ブロックが戻されるにつ
れ、戻されたブロックのいくつかは、そのサブプールの
最後にあるフレームからのものとなり、その最後の時点
でフレームの利用性が完成する。サブプール待ち行列の
最後にある１またはそれ以上の特定フレームのための回
収待ち行列の使用は、回収待ち行列上のブロックによっ
て表されるフレームが次の不要部分回収時に完全に使用
可能となる機会を大いに増加させる。しかしながら、サ
ブプール待ち行列最後部近辺での１またはそれ以上の他
のフレームの他のブロックの集合はまた、これらたのブ
ロックが割り当てられる可能性が少ないので次の不要部
分回収時に完全に使用可能となる機会を増加させる。し
たがって、回収待ち行列の使用をせず、サブプール待ち
行列の先頭のすべてのブロックの戻しがあっても、不要
部分回収時に完全に使用可能なフレームが存在する機会
は増加することとなる。また、サブプール待ち行列の先
頭からのブロックの割り当て、および、サブプール待ち
行列の先頭または回収待ち行列の先頭へのブロックの戻
しとに要するオーバーヘッドは最小のものとなる。上記
のように、本発明に従ったシステム、方法およびプログ
ラムが、開示された。しかしながら、本発明の有効範囲
からはずれることなく、多数の変更および置換を行うこ
とは可能である。たとえば、希望する場合、サブプール
待ち行列の最後部近傍で表わされるフレームから戻され
るブロックは、回収待ち行列へ戻す代わりにサブプール
待ち行列の最後部へ戻してもよい。これは、サブプール
待ち行列の最後に不要部分回収の後表わされるフレーム
から戻されるブロックの再配分を避けるという同様の効
果を持つ。しかし、第２のポインタが、サブプール待ち
行列の最後のために必要とはなる。

【発明の効果】本発明が提示する記憶域割付け、戻し、
および不要部分回収の技術を実施することによって、従
来技術で課題であった、使用可能記憶域探索に要する時
間短縮、記憶域の断片化の極小化および使用済みブロッ
クの主記憶域への戻しにともなうオーバーヘッドの極小
化が実現し、その不要部分回収プロセスによって完全に
使用可能なフレームを多数生成することが可能となり、
よって主記憶域の有効利用が図られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を具体化するオペレーティングシステム
を含むコンピューターシステムのブロック図である。

【図２】不要部分回収時にフレームの範囲内で使用可能
なブロックのすべてを表わして、アンカーに連結するた
めに図１のオペレーティングシステムによって使われる
フレーム制御ブロックまたはフレーム・テーブルエント
リの図表である。

【図３】サブプール制御ブロックと不要部分回収時の関
連づけされたブロックの図表で、ここで、サブプール制
御ブロックは、ひとつ以上のフレームからの同じサイズ
の使用可能なブロックのすべてを表わしアンカーに結合
させるよう図１のオペレーティングシステムによって使
われる。

【図４】図３と同じサブプール制御ブロックの図表であ
るが、時間的に図３より後（ただし次の不要部分回収の
前）の状態で、関係ブロックの別のサブプールを持って
いる。

【図５】図１のオペレーティングシステムの範囲内の空
き記憶域管理プログラムのブロック割当てルーチンのフ
ローチャートである。

【図６】図１のオペレーティングシステムの空ら記憶域
管理プログラムの範囲内で、不要部分回収ルーチンのフ
ローチャートを形づくる。

【図７】図６の続きで、図１のオペレーティングシステ
ムの空ら記憶域管理プログラムの範囲内で、不要部分回
収ルーチンのフローチャートを形づくる。

【図８】図１のオペレーティングシステムの空き記憶域
管理プログラムのブロック戻しルーチンのフローチャー
トである。

【符号の説明】

１２０ 主記憶域 １４０ オペレーティング・システム １３５ フレーム １７０ フレーム・テーブル・エントリ １４０ ブロック割当ルーチン ６００ 不要部分回収ルーチン ８００ ブロック戻しルーチン １７９ アンカー ４１２ ポインター １７０ フレーム・テーブル １５５ サブプール １７３ ＦＲＭＴＥ １５１ ロック ３６０ ブロック・サイズ ３２０ サブプール待ち行列アンカー ３４０ フレーム・カウント ３８０ 最後の待ちフレームのアドレス ３５０ 空らＦＲＭＴＥアンカー ３７０ 回収待ち行列アンカー

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成５年８月２７日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】発明の詳細な説明

【補正方法】変更

【補正内容】

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピューター主記憶
域の管理に一般的に関連し、特に不要部分の整理、すな
わち主記憶域への戻しおよび空ら記憶域ブロックの収集
および接合を扱う。

【０００２】

【従来の技術】プログラム、データ、制御情報、バッフ
ァ、ワーク・エリア等を記憶するために、コンピュータ
・システムは主記憶域を持つ。サブシステム・プログラ
ムを記憶するような主記憶域のいくつかは、初期プログ
ラム・ロードで割り当てられ、そのサブシステムが稼働
する限りは必要とされよう。一方、データおよびワーク
・エリアを記憶するような主記憶域の必要性は一時的な
ものに限られよう。オペレーティング・システムはその
サブシステムによって必要とされる（または「要求され
る」）主記憶域を割り当て、そのサブシステムは、もは
や必要としなくなると、オペレーティングシステムにこ
の主記憶域を戻す。大規模なコンピューター・システム
では、オペレーティング・システムは、例えば、毎秒４
０、０００にも達する種々のサイズのブロックを割り当
て、同じ程度の数のブロックを戻りとして受け取る。主
記憶域が異なるまたはより大きいサイズのブロックに対
する要求を満たすことができるように、主記憶域の中で
戻されたブロックを相互に定期的に接合するために、不
要部分回収は、不可欠である。

【０００３】主記憶域を割り当てるための既知の技法が
いくつかある。１つの既知の技法では、要求された正確
な量は、サイズに関係なく探し求められ、もし使用可能
であれば、割り当てられる。この技法は、割り付けに関
し記憶域を浪費しないが、一方では、正確なサイズの使
用可能なブロックをつきとめるには相当な探索時間を必
要とするかもしれないし、主記憶域の様々な断片化（フ
ラグメンテーションFRAGMENTATION）を発生させる。こ
れらの問題に対処するため、他の既知の技法ではあらか
じめ決められたあるサイズの大きさに作られたブロック
のみを割り当て、各サイズの戻されたブロックは、次の
要求のためにそれぞれのサブプールの中で管理される。
例えば、１つの先行技術であるＩＢＭ ＣＰ ６７システ
ムでは、最初の要求が出される時、その要求に等しい
か、あるいは越える中では最小のあらかじめ決められた
サイズのブロックが、主記憶域から割り当てられる。こ
れらのブロックの１つが戻されるまで、このブロック・
サイズに対する主記憶域の割り付けは、継続する。ブロ
ックはそのサイズのブロック専用のサブプールへ戻さ
れ、このサイズに対する次の割り付け要求はそのサブプ
ールから満たされる。時間の経過と共に、多くのブロッ
クが多くの異なるサブプールに戻される。 各々のサブ
プールは、他のサブプールのブロックと異なるサイズの
ブロックを保有する。あるサイズのブロックに対する需
要が殺到し、次に、そのサイズの需要が急激に減少する
と、対応するサブプールは、このサイズのブロックを過
大に保有することとなる。定期的に、そのサブプールか
らのすべてのブロックは主記憶域に戻され、連続するブ
ロックが接合され、次の要求を満たすためにより大きい
ブロックが形成される。そのような不要部分回収プロセ
スは、需要の殺到と次に続く急激な減少に対応するよ
う、異なるまたはより大きいサイズのブロックの可用性
を保証するために必要である。前述のテクニックが主記
憶域にそのサブプールのすべてのブロックを戻すことに
効果的である一方、種々のサイズのブロックが主記憶域
に対応するギャップを残しながら尚使用中であるので、
主記憶域は、なお非常に断片化されている場合がある。
この断片化は、主記憶域から次の要求を満たすための探
索時間を増加させ、主記憶域の中の連続したロケーショ
ンを要求に応じて割り当てることができないという機会
を増加させる。

【０００４】もうひとつの先行技術ＩＢＭ ＶＭ／ＸＡ
ＳＰＩシステムでは、その主記憶域は、各々連続した記
憶域の４０９６バイトのフレームに論理的に分割され
る。主記憶域へのすべての割り付けおよび戻しは、フレ
ームに基づいて行われる。あらかじめ決められたサイズ
の使用可能なブロックは、使用可能なブロックを識別す
るために必要となる探索を最小化するために主記憶域か
らの割り付けの後サブプールにおいて維持される。

【０００５】以下は、先行技術ＩＢＭ ＶＭ／ＸＡ ＳＰ
Ｉシステムのより詳細な記述である。初めのブロック要
求が出される時、フレームの１つが、その要求を満たす
最小のあらかじめ決められたサイズの数多くのブロック
に論理上分割される。次に、そのブロックの１つが、そ
の要求者に割り当てられる。残りのブロックは、サブプ
ールの中で一緒に集められ、制御ブロックによって連鎖
され、（主記憶域の各フレームの使用に供され、フレー
ム・テーブル・エントリーＦＲＴＥーと呼ばれる)記憶
域サブプール中のブロックが、次の要求を満たすために
使われる。サブプールがこれら引き続き発生する要求の
ために空らになり、同じサイズのブロックに対するもう
ひとつの要求が出される時、もうひとつのフレームが主
記憶域域から選択され、ブロックに分割され、そのブロ
ックの一つがその要求をたすために使われる。残りのブ
ロックは、同じサブプールに割り当てられるが、もうひ
とつのフレーム・テーブル・エントリの下にグループ化
される。ブロックがいずれかのフレームから戻されるに
つれ、それらはこのサブプールの中のそれぞれのフレー
ム・テーブル・エントリの下にグループ化される。

【０００６】フレームにおける使用可能なブロックが空
らになるまで、同じサイズのブロックに対する引き続き
発生する要求は、同じフレームから満たされる。異なる
サイズのブロックを含む他のサブプールが、同様に生成
される。オペレーティング・システムは、それぞれのフ
レームが完全に使用可能であるかを判断するため各サブ
プール内の各フレーム・テーブル・エントリの内容を定
期的にチェックし、もしそうならば、主記憶域にそのフ
レームの全体を戻す。このテクニックは、不要部分回収
に際し全体として戻されるフレームの数を最大にする点
で非常に効果的である。しかし、対応するフレーム・テ
ーブル・エントリにブロックを戻すために余分のオーバ
ーヘッドを必要とする。各々の戻しのために、そのフレ
ーム・テーブル・エントリのアドレスは、最初に計算さ
れていなければならない。また、各ブロックの戻しが行
われている間に、システムは、そのブロック戻りにより
そのフレームの使用可能性が完全となるのか、あるいは
そのフレームの中で単に使用可能なブロックであるのか
を判断しなければならない。前者の場合、ＦＲＭＴＥは
引き続く不要部分回収のため待ち行列からはずされる。
後者の場合、ＦＲＭＴＥは再び待ち行列に入れられる；
このＦＲＭＴＥは、その割り当てるブロックのための待
ち行列全体にわたるサーチを単純化するために使用可能
なブロックが全くなくなった時、待ち行列からはずされ
たものである。中間的ＦＲＭＴＥ待ち行列の使用は、Ｃ
ＰＵに負荷を与える記憶域追加参照を必要とする。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、使用可能記
憶域探索に要する時間や記憶域のフラグメンテーション
の発生または使用済みブロックの主記憶域への戻しにと
もなうオーバーヘッド等の従来技術上の問題を解決する
ため、記憶域割付け、戻し、および不要部分回収の技術
を提供し、その不要部分回収プロセスによって完全に使
用可能なフレームを効率的に多数産み出すことを意図す
る。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明は、以下記述の新
たなコンピュータの記憶域管理システムを提示する。複
数の別々の記憶域フレームから１つのサイズの使用可能
ブロックがサブプールの待ち行列に入れられる。不要部
分回収ルーチンが、サブプールの待ち行列上にブロック
を保持するどのフレームが完全に使用可能であるかを、
各フレーム用の待ち行列上の使用可能ブロックの数を基
に、定期的または時折、判断する。次に、上記不要部分
回収ルーチンは、それらブロックを待ち行列から取り出
し、完全に使用可能なフレームのブロックに再生させ
る。上記ルーチンは、また、その他のフレームのブロッ
ク（同一フレームのその他のブロックと待ち行列でひと
まとめにされるこれらその他のフレームのブロック）を
再び待ち行列に入れる。ブロックは、待ち行列の先頭か
ら割り当てられ、使用後大部分のブロックは待ち行列の
先頭に戻される。このようにして、ブロックは、次々
と、待ち行列の先頭から割り当てられ、先頭へ戻される
ので、サブプールの利用度が低い場合は、待ち行列の最
後部近傍のフレームからのブロックは割り当てられな
い。戻されるブロックのいくつかは待ち行列の最後部近
傍のブロックによって表されるフレームの一部であるこ
ともあるので、そのようなブロックが、再生のためフレ
ームを使用可能とすることができる。本発明の好ましい
実施例では、待ち行列の最後部近傍のブロックによって
表されるフレームの一部であるブロックは、待ち行列上
のその他のブロックとは異なるポジションへ戻され、そ
の他のブロックの後で割り当てられる。この方法によっ
て、待ち行列の最後部近傍で表されるフレームが次回の
不要部分回収プロセスにおいて完全に利用可能となる見
込みが増加する。

【０００９】

【実施例】以下の記述では図を参照し、使用する数字は
図中のエレメントを表す。図１は、本発明を具体化して
いるコンピュータ・システム１００を図示する。コンピ
ューターシステム１００は、ＣＰＵ１１０,１１２、オ
ペレーティング・システム１３０および主記憶域１２０
を含む。例として、コンピュータ・システム１００はＩ
ＢＭ ＥＳ／９０００コンピュータ・システムによって
提供され、オペレーティング・システム１３０は、以下
本発明によって記述される空き記憶域管理プログラム１
４０および関連する構造および制御ブロックを除いて、
ＩＢＭ ＶＭ／ＥＳＡ１.１オペレーティング・システ
ムによって提供される。ＥＳ/９０００コンピュータ・
システムは注文番号SA22-7201〜08の「ＥＳＡ／３９０
プリンシプル・オブ・オペレーション」という題名の文
書で、また、ＶＭ／ＥＳＡ１.１オペレーティング・シ
ステムグ・システムは注文番号GC24-555の「ＶＭ／ＥＳ
Ａジェネラル・インフォメーション」という題名の文書
で、それぞれ詳述されている。これら両方のドキュメン
トともＩＢＭ社から発行されている。本発明は、仮想機
械または非仮想機械システム環境のいずれにおいても使
われることができる。主記憶域１２０は、１フレームに
つき連続した４０９６バイトのフレーム１３５のような
複数のフレームに論理上分割される。以下により詳細に
記述されるように、４０９６より少ない連続したバイト
を持つフレームから成るひとつ以上のブロックが、記憶
要求を満たすために割り当てられることができる。オペ
レーティング・システム１３０内のサブシステム１２５
のようなコンピュータ・システム１００の内の種々のプ
ログラムおよびサブシステムによって、そのような要求
は出される。

【００１０】オペレーティング・システム１３０の空き
記憶域管理プログラム１４０は、要求に従って主記憶域
をサブシステム１２５に割り当てるためのブロック割当
てルーチン４００と、ブロックがもはや必要とされない
時、サブプール１５１〜１５３に割当てブロックを戻す
ためのブロック戻しルーチン８００と、定期的に戻され
たブロックを回収し、完全に使用可能なフレームと接合
し、主記憶域１２０へ完全に使用可能なフレームを戻す
ための不要部分回収ルーチン６００とを含む。これらの
機能は、 図５〜８を参照しながら以下詳細に記述され
る。これらの機能は以下記述の構造および制御ブロック
を使用する。

【００１１】主記憶ブロックの急速な割当ておよび戻し
を容易にするために、空き記憶域管理プログラムは、使
用可能なブロックから成る複数のサブプールを維持す
る。同じサブプール内のすべてのブロックは同じサイズ
を持ち、各サブプールは他のサブプールのブロックとは
異なるサイズのブロックを持つ。サブプールのためのア
ンカーを含むサブプール制御ブロック１５１〜１５３
（図１）によって各サブプールは、代表される。サブプ
ール制御ブロックのすべては、主記憶の連続したロケー
ションに記憶されて、サブプール制御ブロック・テーブ
ル１５５を形づくるために昇順に並べられる。図３と図
４の参照によって詳細に記述されるが、それらが関連づ
けられるフレームに関係なく同じサブプールの範囲内の
すべての使用可能なブロックは、サブプール制御ブロッ
ク・アンカー３２０から待ち行列に入れられる。

【００１２】オペレーティング・システム１３０は、ま
た、主記憶域からのすべてのフレームを表わすためにフ
レーム制御ブロックまたはフレーム・テーブル・エント
リ１７１〜１７９（ＦＲＭＴＥ）から成るフレーム・テ
ーブル１７０を含む。グローバル使用可能フレーム待ち
行列アンカー１７９は、（システム使用のために）完全
に使用可能だがサブプールに割り当てられてない最初の
ＦＲＭＴＥをポイントする。すべての未割り当てだが完
全に使用可能なＦＲＭＴＥがグローバル使用可能フレー
ム待ち行列１８０を形づくるために一緒に連鎖されるま
で、これら未割り当てで使用可能なＦＲＭＴＥは、次の
未割当てだが完全に使用可能なＦＲＭＴＥに、ポイント
し、次々にこの操作が行われる。要求サイズに対応して
いるサブプールが空らの場合のみ、空ら記憶域管理プロ
グラムは、グローバル使用可能フレーム待ち行列から割
り当てる。この時、これらの未割当てだが完全に使用可
能なフレームの１つは、空らサブプールに割り当てら
れ、１またはそれ以上のブロックが割り当てられる。残
りのＦＲＭＴＥのいくつかは、サブプールに割り当てら
れ、部分的にまたは完全に使用可能なフレームを表わ
す。サブプールに割り当てられる完全に使用可能なフレ
ームは、以前のある時点では部分的か完全にか使用され
たものである；すなわち、そのブロックはそのサブプー
ルにその後戻されたが、そのフレームはまだグローバル
使用可能フレーム待ち行列に戻されなかったものであ
る。残りのＦＲＭＴＥは、完全に利用され、どのサブプ
ールにも割り当てられてないフレームを表す。本発明の
一つの目的は、本発明の実施に必要なオーバーヘッドを
最小限に押さえながら、グローバル使用可能フレーム待
ち行列に全体において戻されることができる、別々のサ
ブプールに割り当てられるフレームの数を極大化するこ
とである。

【００１３】図２は、不要部分回収の間のＦＲＭＴＥ１
７３を図示する。ＦＲＭＴＥ１７３は、サブプール１５
１に割り当てられ、この不要部分回収時に部分的に使用
可能なフレーム１３５を表わす。フレーム１３５内のブ
ロック２５１、２５２、２５３および２５４は、使用可
能で、ＦＲＭＴＥから待ち行列に入れられる。ＦＲＭＴ
Ｅ１３５およびサブプールに割り当てられるフレームを
表わすすべてのＦＲＭＴＥは、不要部分回収の時点での
み、参照され、使用され、そして修正される。これらの
ＦＲＭＴＥは、引き続き起きるブロックの次の割当てま
たは戻しの間、不要部分回収の後サブプールへの変化が
ＦＲＭＴＥに反映されないように、参照も使用も修正も
されない。これは、ＦＲＭＴＥを維持し、本発明を実施
するため必要となるオーバーヘッドを減少させる。

【００１４】ＦＲＭＴＥ１７３の最初のフィールド２１
０は、そのサブプールの中で次のＦＲＭＴＥへのポイン
タである。以下記述のように各サブプールの中でのフレ
ームの順序は、不要部分回収時に確立される。ＦＲＭＴ
Ｅ１７３の２番目のフィールド２２０は対応するフレー
ムにおける使用可能ブロックの待ち行列のためのアンカ
ーであり、最初のそのような使用可能ブロックをポイン
トする。この最初の使用可能ブロックは次の使用可能ブ
ロックをポイントし、次々にこのようにして最後のブロ
ックまでポイントされる。ＦＲＭＴＥ１７３の３番目の
フィールド２３０は、そのフレームの中で最後の使用可
能ブロックをポイントしている。４番目のフィールド２
３５は、そのフレームの中で現在使用可能ブロックの数
を示す。残りのフィールド２４０は、本発明と関係のな
い目的のためにオペレーティング・システム１３０によ
って使われる。（グローバル使用可能フレーム待ち行列
１８０の上のフレームを表わすＦＲＭＴＥについては、
フィールド２１０は待ち行列１８０上の次のＦＲＭＴＥ
をポイントし、フィールド２２０は先行するＦＲＭＴＥ
をポイントし、フィールド２３０および２３５は使われ
ない。）

【００１５】図３および図４は、サブプール制御ブロッ
ク151および２つの時点で関連づけられる使用可能ブロ
ックを図示する。サブプール制御ブロック１５１内には
複数のフィールドがある。フィールド３１０は、複数の
プロセッサの間でのサブプールへのアクセスを逐次実行
するために用いられるロックである。フィールド３２０
は、そのサブプールの最初の（すなわちその先頭の）ブ
ロックをポイントするサブプール・アンカーである。そ
のサブプールの中の最初のブロックは、次のブロックを
ポイントし、次はまたその次というように最後のブロッ
クまでポイント付けが行われる。ブロックは、その待ち
行列の先頭から割り当てられる。サブプールが空らのと
き、フィールド３２０は、ゼロと等しい。フィールド３
３０は、このサブプールから割り当てられ、現在使用さ
れているブロックの数を示す。フィールド３４０は、こ
のサブプール内でブロックを持っているフレームの数を
示す。フィールド３５０はこのサブプールの中での完全
に使用可能フレーム１７９へのポインタである；このフ
レームは最後の不要部分回収時に完全に使用可能である
とわかって、（ブロック・アンカー３２０から始まる）
サブプール待ち行列から取り除かれたが、まだグローバ
ル使用可能フレーム待ち行列１８０に戻されてはいな
い。例えば、不要部分回収は３０秒毎に行われるとす
る。そのとき、完全に使用可能フレームは、識別され、
空きＦＲＭＴＥアンカー３５０から連鎖される。空きＦ
ＲＭＴＥアンカー３５０からつながれたこれらの完全に
使用可能ブロックは、（それらがサブプールが空きのた
めに次の不要部分回収が行われる前にサブプールに割り
当てられることはないと仮定して）、次の不要部分回収
の始めにグローバル使用可能フレーム待ち行列１８０に
戻される。

【００１６】下記により詳細に述べるが、オーバーヘッ
ドを減らすため、ブロック・アンカー３２０から始まる
サブプール待ち行列が空らになる時の割当て要求を満た
すため、グローバル使用可能フレーム待ち行列１８０か
らのフレームが使用される前に空フレーム待ち行列から
のフレームが使われる。フィールド３６０は、そのサブ
プールの中のすべてのブロックのサイズを示す。フィー
ルド３７０は、「回収待ち行列」の最初のブロックへポ
イントする回収待ち行列アンカーである。回収待ち行列
は、前回の不要部分回収時にサブプール待ち行列の最後
にブロックが既に入れられているそのフレームの戻され
るブロックのための貯蔵所である。しかし、本発明に従
えば、戻されるブロックが前回の不要部分回収時にサブ
プール待ち行列の最後部またはその近くで待ち行列に入
れられた複数フレームのブロックを回収待ち行列が受け
取ることができることに注意すべきである。ブロックが
回収待ち行列に戻されるフレームの正確な数は、各サブ
プールに割り当てられたフレームの数に依存する。たと
えば、フレームからのブロックが最後の不要部分回収時
にサブプール待ち行列の最後部近くに入れられた限り、
これらの１／４または半分のフレームからのブロックを
回収待ち行列に戻すことは、望ましいかもしれない。更
に下記に詳細に述べるように、サブプール待ち行列が空
らになり、もうひとつの要求がそのサブプールからのブ
ロックに対し行われなければ、ブロックは回収待ち行列
から割り当てられない。かくして、ブロックが最後の不
要部分回収時にサブプール待ち行列の最後部近くで待ち
行列に入れられたフレームで、そのブロックがその後回
収待ち行列に戻されるフレームは、（このサイズに対す
る需要が弱まるならば）次の不要部分回収時に完全に使
用可能となる。

【００１７】図３は、不要部分回収の直後にそのサブプ
ールの中で使用可能なブロックを図示する。不要部分回
収ルーチンは、各フレーム からの使用可能ブロックの
すべてを一団にまとめるためにサブプール待ち行列を再
配置した。大括弧の各々は、フレーム１７５、１７１、
１７８および１７３のそれぞれの範囲内で、使用可能ブ
ロックのすべてを示す。フレーム１７３からのブロック
は、サブプール待ち行列の最後部にまためられた。引き
続いて、ブロックは先に述べたようにサブプール待ち行
列または回収待ち行列に戻される。各ブロックは戻され
るにつれ、その待ち行列の中で先頭となり、待ち行列内
のその他のブロックを１ポジション後方に置き換える。
これは、各待ち行列からのブロックの割り当ておよびそ
の戻しをおこなうための「ＬＩＦＯ」または「プッシュ
ダウンスタック」として知られている手法である。ある
場合には複数のブロックが１個のフレームからかためて
戻されるかもしれない。一方、１時点で１フレームから
ただひとつのブロックが戻される場合もある。戻された
ブロックを持つフレームの順序は、予測できない。

【００１８】図４は、最後の不要部分回収時にサブプー
ル待ち行列の最後部の近くで、フレーム１７５からの待
ち行列の最初の２個のブロックが割り当てられ、フレー
ム１７８および１７１からの２個のブロックがその待ち
行列の最初に戻された直後の（次の不要部分回収時間の
前の）同じサブプール待ち行列を図示する。実際には１
秒間に何千ものブロックがそのサブプールに割り当てら
れて、サブプールに戻されるかもしれないが、単純化の
ためわずか２つの割当てと２つの戻しが図４で示される
ていることに注意すべきである。図４はまた、最後の不
要部分回収時以来フレーム１７３から３個のブロックが
回収待ち行列に戻されたことを示す。フレーム１７３に
合計６個のブロックがあると仮定すると、フレーム１７
３が今完全に使用可能なことを、図４が示す状況は、明
らかにしている。サブプール待ち行列の前方部にその後
引き続き戻されるブロックを含め、フレーム１７３から
のブロックに先行するサブプール待ち行列のブロックの
すべてが次の不要部分回収以前に割り当てられないなら
ば、フレーム１７３は完全に使用可能で、グローバル使
用可能フレーム待ち行列に空らＦＲＭＴＥアンカーを介
して次の戻しのために入れられることができる。

【００１９】本発明の目的に従えば、不要部分回収時の
ブロックのグループ化と、サブプール待ち行列の先頭か
らのブロックの割当てと、回収待ち行列へのフレーム１
７３からの（サブプール待ち行列の最後に表わされる）
ブロックの戻しと、サブプール待ち行列の先頭へのその
他のブロックの戻しとは、以下記述のような効果を持
つ。不要部分回収の間にそのサブプールが完全に使用／
割り当てされないと仮定すると、その待ち行列の最後の
フレーム１７３のブロックは、新しい要求のために割り
当てられない。しかしながら、フレーム１７３の他のブ
ロックが使用の後戻される時、それらは回収待ち行列の
中に入れられる。上記のように、サブプール待ち行列が
空らになり、もうひとつの要求がこのサブプールのため
に存在するのでなければ、ブロックは回収待ち行列から
割り当てられない。次の不要部分回収時に回収待ち行列
上のブロックはサブプール待ち行列からのブロックと組
み合わせられ、図示された例で、フレーム１７３が完全
に使用可能となる。（同様に、その次の不要部分回収時
に、あらゆる不完全なフレームの戻されたブロックすべ
ては、先に述べたようにサブプール待ち行列の上にまと
められる。） したがって、前述の技法は、待ち行列の
最後のフレームが次の不要部分回収時に完全に使用可能
で、グローバル使用可能フレーム待ち行列１８０に全体
においてその後戻されることができるという機会を増や
す。上記のように、本発明は、サブプール待ち行列の最
後に表わされる１またはそれ以上のフレームから、回収
待ち行列にブロックを戻すよう拡張できる。

【００２０】また、本発明の目的に従えば、ブロックの
割り当てと戻し、および、不要部分回収の実行とに必要
とされるオーバーヘッドは僅かである。 以下にさらに
詳細に記述されるが、ブロック割当ておよびブロック戻
しルーチンは短く、不要部分回収ルーチンは３０秒に１
回だけ実行されればよい。同様に、各サブプールから割
り当てるブロックに対する探索と、どの待ち行列が戻さ
れるブロックを受け取るべきかの決定と、ブロックを受
け取る待ち行列の位置の探索とに要する時間は短い。

【００２１】図５は、空き記憶域管理プログラム１４０
のブロック割当てルーチン４００を図示する。サブシス
テム１２５またはほかのプログラムが主記憶域のブロッ
クを要求するとき、このルーチンは、起動される。ステ
ップ４１０の中で、ブロック割当てルーチン４００は、
その要求を満たすことのできる最小の、あらかじめ決め
られたブロック・サイズを持っているサブプールを探索
する。要求された倍長語数に等しい行数をテーブル４１
２（図１）に指標付けすることによってこれは実行され
る。テーブルの各々の行は、要求サイズに正確に等しい
か、あるいは他のどのサブプールよりもわずかな数だけ
要求サイズを超えているブロック・サイズを持っている
サブプールをポイントする。次に、ルーチン４００は、
フィールド３１０を設定することによってサブプール制
御ブロック上のロックを獲得し、次に、そのサブプール
が空らならば、サブプール待ち行列の先頭のブロックの
アドレスまたはゼロであるサブプール待ち行列アンカー
３２０を読む（ステップ４３０）。次に、ルーチン４０
０は、ブロック・アンカー・アドレスがゼロかを判断す
る （ステップ４４０）。ゼロでないならば、サブプー
ル待ち行列に使用可能ブロックがあり、ルーチン４００
はそのサブプール上の先頭のブロックを取り出し、（ブ
ロック・アンカーを次のブロックをポイントするように
し）、その要求元にそのブロック・アドレスを供給する
（ステップ４５０）。次に、ルーチン４００は、そのロ
ックを解放する（ステップ４７０）。

【００２２】ステップ４４０に戻って、もしもサブプー
ル待ち行列が空らならば、ブロック割当てルーチン４０
０は、回収待ち行列から割当て要求を満たすことを試み
る。かくして、ブロック割当てルーチン４００は、回収
待ち行列が空らの場合ゼロか、または回収待ち行列上の
先頭のブロックのアドレスかのいずれかの値である回収
待ち行列アンカー３７０を読む（ステップ５０４）。回
収待ち行列が空らでないならば、ブロック割当てルーチ
ンは、回収待ち行列の上の最初のブロックをポイントす
るようにサブプール待ち行列アンカーを変更し、回収待
ち行列アンカーをゼロに変更することによって、回収待
ち行列からサブプール待ち行列へブロックを移動させる
（ステップ５０６）。次に、ブロック割当てルーチン
は、サブプール待ち行列の上の最初のブロックを割り当
てるためにステップ４３０に戻る。再びステップ５０４
に戻って、もしも回収待ち行列上にブロックがなけれ
ば、サブプール待ち行列上に表わされず、まだグローバ
ル使用可能フレーム待ち行列１８０に戻されてないが完
全に使用可能なフレームがあるかを決定するため、ブロ
ック割当てルーチンは空らのＦＲＭＴＥアンカー３５０
を読取る。もしもそのようなフレームがあれば（ステッ
プ５１０）、アンカー３５０のポインターを第２のフレ
ームがあればそのフレームをポイントするように、もし
なければゼロに変更することによって、（そのアドレス
が空らＦＭＲＴＥアンカー３５０によって示される）最
初のそのようなフレームを待ち行列から取り出す。次
に、ブロック割当てルーチンは、アンカー３２０にアン
カー２２０をコピーすることによって、空らＦＲＭＴＥ
待ち行列からはずされたフレームの最初のブロックをポ
イントするようにサブプール待ち行列アンカー３２０を
変更する。その後、フィールド２１０、２２０、２３０
および２３５は、クリアされる。次に、そのルーチン
は、上に記述された方法でサブプール待ち行列の中で最
初のブロックを割り当てるためにステップ４３０まで飛
ぶ。

【００２３】ステップ５１０へ再び戻って、サブプール
待ち行列および回収待ち行列が空らで、空らのＦＲＭＴ
Ｅアンカーによって識別される（まだグローバル使用可
能フレーム待ち行列１８０に戻されなかった）完全に使
用可能なフレームが存在しないならば、ブロック割付ル
ーチンは、（待ち行列１８０上の次の完全に使用可能フ
レームをポイントするようにグローバル使用可能フレー
ム待ち行列アンカーを変えることによって）グローバル
使用可能フレーム待ち行列１８０の最初のフレームを待
ち行列からはずす（ステップ５２０）。次に、ルーチン
４００は、そのフレームをサイズがそのサブプールのそ
れに等しいブロックに論理的に分割し、それらブロック
を一緒に待ち行列に入れ、フィールド２１０, ２２０、
２３０、および２３５をクリアすることによって対応す
るＦＲＭＴＥを初期化する（ステップ５３０）。次に、
ルーチン４００は、サブプール・アンカー（ステップ54
0）にその待ち行列を置く（ステップ５４０）。次に、
ルーチン４００は、サブプール待ち行列の中で最初のブ
ロックを割り当てるためにステップ４３０に飛ぶ。

【００２４】図６および図７は、空き記憶域管理プログ
ラム１４０の不要部分回収ルーチン６００を図示する。
このルーチンはタイミング・メカニズムによって一定時
間毎に（たとえば、３０秒毎に）起動される。ステップ
６０２で、不要部分回収ルーチンは、不要部分回収を実
行するための最初または次のサブプールを選択する。上
述のように、サブプール制御ブロックは主記憶域の連続
した記憶位置に記憶され、最も低いアドレスをもつサブ
プール制御ブロックは不要部分回収のために選択される
最初のブロックである。次に、ルーチン６００は、選択
されたサブプール制御ブロック上のロックを獲得し（ス
テップ６０５）、さらに、まだグローバル使用可能フレ
ーム待ち行列１８０に戻されなかった完全に使用可能フ
レームがあるかどうかを決めるために空きフレーム・ア
ンカー３５０を読む（ステップ６１０）。下記に詳述さ
れるが、不要部分回収の各事例の間に、完全に使用可能
なフレームは識別され、サブプール制御ブロックの空き
フレーム・アンカー３５０から連鎖されるが、不要部分
回収の次の事例までグローバル使用可能フレーム待ち行
列１８０に戻されない。この先延ばしにより、普通には
ないような要求中断の間に完全に使用可能になったよう
なフレームの戻しを防止するめことができる。グローバ
ル使用可能フレーム待ち行列から次の要求を満たす方が
空らＦＲＭＴＥアンカー待ち行列からよりもいっそう多
くのオーバーヘッドを必要とする。空らのＦＭＲＴＥア
ンカー３６０から現在連鎖されているひとつ以上の完全
に使用可能フレームがあるならば、それらは今アンカー
３５０からはずされ、グローバル使用可能フレーム待ち
行列１８０に入れられる（ステップ６６５）。もしもな
ければ、またはステップ６６５の後の場合は、ルーチン
６００は、サブプール待ち行列アンカー３２０から連鎖
されている最初のブロックを選択して、待ち行列からは
ずす（ステップ６２０）。次に、ルーチン６００は、以
下の方程式に基づいてフレーム・アドレスから、ＦＲＭ
ＴＥアドレスを計算する（ステップ６２５）: ＦＲＭ
ＴＥアドレス＝フレーム番号 ＊ ＦＲＭＴＥサイズ ＋
フレーム・テーブル開始アドレス（ただし、ブロック・
アドレスのビット１〜１９ ＝ フレーム番号）。

【００２５】次に、ルーチン６００は、ＦＭＲＴＥから
のブロックを待ち行列に入れ、ＦＲＭＴＥのカウント・
フィールド２３５を増加する（ステップ６３０）。次
に、ルーチン６００は、これがサブプール待ち行列に入
れられるＦＭＲＴＥからの最初のブロックであるかを判
断し（ステップ６３５）、そうであれば、このサブプー
ル待ち行列上でブロックを持った他のフレームを表すＦ
ＲＭＴＥと共にそのＦＲＭＴＥを待ち行列に入れる。こ
の待ち行列化ステップは、ポインタ・フィールド２１０
を使用する。次に、ルーチン６００は、フィールド２３
０にこのブロックのアドレスを保存する（ステップ６４
５）。待ち行列メカニズムがプッシュダウンスタックで
あるので、、待ち行列にある最初のブロックは、すべて
のブロックが待ち行列に入れられたあとその待ち行列に
ある最後のブロックであるという点に注意すべきであ
る。次に、ルーチン６００は、サブプール待ち行列に他
のブロックがあるかどうかを決め（ステップ６５０）、
もしそうならば、ステップ６２０に飛び、対応ＦＲＭＴ
Ｅから次のブロックを待ち行列に入れる。サブプール待
ち行列上の最後のブロックが対応するＦＲＭＴＥの待ち
行列に入れられるまで、前述のプロセスは、くり返され
る（ステップ６５０）。次に、ルーチン６００は、ステ
ップ６２０から６４５がサブプール待ち行列（回収待ち
行列ではない）に対し実行されたと判断し（ステップ６
５２）、回収待ち行列にブロックが存在するか否か判断
する（ステップ６５４）。もし存在するならば、ルーチ
ン６００は、それぞれのＦＲＭＴＥに、図例ではフレー
ム１７３のＦＲＭＴＥに、与えるために回収待ち行列を
選択する（ステップ６５６）。かくして、ルーチン６０
０は、このＦＲＭＴＥにその回収待ち行列のブロックを
加えるためにステップ６２０から６４５のループへ戻
る。

【００２６】回収待ち行列のブロックのすべてがそれぞ
れのＦＲＭＴＥに加えられたあと（ステップ６５０、６
５２）、ルーチン６００はステップ７１０へ進み、検査
のためサブプールから獲得した最初のＦＲＭＴＥを選択
する。サブルーチン６００は、ブロックのすべてが今や
ＦＲＭＴＥ待ち行列に入れられているか、すなわち、今
や使用可能かをカウント・フィールド２３５を基に判断
する（ステップ７２０）。もしそうならば、このＦＲＭ
ＴＥはそのサブプールのために空らフレーム・アンカー
３５０から連鎖され、それはこのフレームのための不要
部分回収を成功裡に完了する。サブプールが空らになる
ならば、このＦＲＭＴＥのフィールド２００は、空らフ
レームからサブプール・アンカー３２０へブロックの待
ち行列を容易に動かすために後に使われることができる
ように、このＦＲＭＴＥのフィールド２００は、手つか
ずのままにしておかれる。しかし、このＦＲＭＴＥが完
全に使用可能でないならば、このＦＲＭＴＥのブロック
は、サブプール待ち行列の上に再度入れられなければな
らない。ステップ７２２で、このＦＲＭＴＥがサブプー
ル待ち行列に入れられべき最初のブロックを含むかどう
か、ルーチン６００は、判断する。サブプール待ち行列
上に入れられる次のブロックの各々が以前のブロックを
１ポジション後方におきかえるので、待ち行列に入れら
れた最初のブロックは、不要部分回収プロセスの結果、
サブプール待ち行列の最後のブロックとなる。

【００２７】上述のように、サブプール待ち行列の上に
表わされる最後のフレームに対するその後戻されたブロ
ックは、回収待ち行列（サブプール待ち行列ではない）
に入れられる。したがって、ブロックが戻される時それ
らが適切な待ち行列に入れられるように、サブプール待
ち行列上に表わされる最後のフレームは識別されていな
ければならない。それ故に、ルーチン６００は、フィー
ルド３８０にこのフレームのアドレスを記憶する（ステ
ップ７２４）。次に、ルーチン６００は、サブプール待
ち行列アンカーからのサブプール待ち行列にこのＦＲＭ
ＴＥのすべての使用可能ブロックを成功裡に（まとめ
て）入れる（ステップ７３０）。このステップには、そ
のフレームのサブプール待ち行列から最初の使用可能ブ
ロックへのポインタと、そのフレームの最後の使用可能
ブロックから残りのサブプール待ち行列へのポインタと
を必要とする。次に、ルーチン６００は、次の不要部分
回収に備え初期状態にするためＦＲＭＴＥのすべてのフ
ィールドをゼロにする。前述のプロセスは、そのサブプ
ールの他の使用可能ブロックを含むＦＲＭＴＥの各々の
ためにくり返される（ステップ７５０）。次に、ルーチ
ン６００は、このサブプール制御ブロック上のロックを
解放するためにステップ６５５に飛ぶ。もしも不要部分
回収を必要としている他のサブプールが存在するなら
ば、ルーチン６００は、ステップ６００に飛ぶことによ
って、これら他のサブプールのために図６および図７の
プロセスをくり返す。

【００２８】図６および図７で示される不要部分回収に
は２つの有益な効果がある。第１に、今完全に使用可能
なフレームのすべては、不要部分回収の次の事例の間に
グローバル使用可能フレーム待ち行列１８０への次の戻
しのために空らＦＲＭＴＥアンカーから連鎖される。第
２に、追加の完全に使用可能なフレームを産み出すよう
な方法で、以下に記述されるブロック戻しルーチン８０
０が新しいブロックを戻すことができるように部分的に
使用可能なフレームそれぞれのブロックのすべてが一緒
にグループ化される。

【００２９】図８は、ブロック戻しルーチン８００を図
示する。このルーチンは、それがもはやブロックを必要
としないとき、サブシステム１２５またはほかのプログ
ラムによって呼び出され、もうひとつのサブシステムま
たはほかのプログラム使用のためにブロックを戻す。ス
テップ８１０で、ルーチン８００は、どのサブプールが
戻されているサイズのブロックを含むかをテーブル４１
２を基に判断し（ステップ８１０）、そのサブプールの
ロックを入手する（ステップ８２０）。次に、サブプー
ル待ち行列または回収待ち行列にそのブロックを戻すか
どうか、ルーチン８００は、決めなければならない。し
たがって、ルーチン８００は、戻されたブロックのアド
レスをサブプール待ち行列の上に表わされた最後のフレ
ームに対応しているフィールド３８０と比較する。戻さ
れたブロックがサブプール待ち行列で表される最後のフ
レームの一部でないならば（ステップ８２２）、ルーチ
ン８００はサブプール待ち行列上の最初のポジションに
そのブロックを入れる（ステップ８３０）。ステップ８
３０は、ブロック・アンカー３２０が、新しいブロック
をポイントするために変更されること、および、サブプ
ール待ち行列の次のブロックをポイントするするように
戻されたブロックの中へポインタが書かれることののみ
を必要とする。次に、ルーチン８００は、そのブロック
がもはや用いられていないのでこのサブプールに対する
使用カウントを減少させ（ステップ８４０）、そのサブ
プール上のロックを取り除く（ステップ８５０）。

【００３０】再びステップ８２２で、戻されたブロック
がサブプール待ち行列の上に最後に表わされたフレーム
の一部であるならば、そのブロックが回収待ち行列に最
初に入れられ（ステップ８５２）、次にステップ８４０
および８５０が、実行される。

【００３１】回収待ち行列に戻されるブロックの例外は
あるが、ブロックがサブプール待ち行列の先頭割り当て
られ、サブプール待ち行列の先頭に戻されるので、サブ
プール待ち行列の利用が低めの場合は、サブプールの最
後のフレームのブロックが割り当てられることは殆どな
いだろうということは注意されるべきである。かくし
て、ブロックが戻されるにつれ、戻されたブロックのい
くつかは、そのサブプールの最後にあるフレームからの
ものとなり、その最後の時点でフレームの利用性が完成
する。サブプール待ち行列の最後にある１またはそれ以
上の特定フレームのための回収待ち行列の使用は、回収
待ち行列上のブロックによって表されるフレームが次の
不要部分回収時に完全に使用可能となる機会を大いに増
加させる。しかしながら、サブプール待ち行列最後部近
辺での１またはそれ以上の他のフレームの他のブロック
の集合はまた、これらたのブロックが割り当てられる可
能性が少ないので次の不要部分回収時に完全に使用可能
となる機会を増加させる。したがって、回収待ち行列の
使用をせず、サブプール待ち行列の先頭のすべてのブロ
ックの戻しがあっても、不要部分回収時に完全に使用可
能なフレームが存在する機会は増加することとなる。ま
た、サブプール待ち行列の先頭からのブロックの割り当
て、および、サブプール待ち行列の先頭または回収待ち
行列の先頭へのブロックの戻しとに要するオーバーヘッ
ドは最小のものとなる。

【００３２】上記のように、本発明に従ったシステム、
方法およびプログラムが、開示された。しかしながら、
本発明の有効範囲からはずれることなく、多数の変更お
よび置換を行うことは可能である。たとえば、希望する
場合、サブプール待ち行列の最後部近傍で表わされるフ
レームから戻されるブロックは、回収待ち行列へ戻す代
わりにサブプール待ち行列の最後部へ戻してもよい。こ
れは、サブプール待ち行列の最後に不要部分回収の後表
わされるフレームから戻されるブロックの再配分を避け
るという同様の効果を持つ。しかし、第２のポインタ
が、サブプール待ち行列の最後のために必要とはなる。

【００３３】

【発明の効果】本発明が提示する記憶域割付け、戻し、
および不要部分回収の技術を実施することによって、従
来技術で課題であった、使用可能記憶域探索に要する時
間短縮、記憶域の断片化の極小化および使用済みブロッ
クの主記憶域への戻しにともなうオーバーヘッドの極小
化が実現し、その不要部分回収プロセスによって完全に
使用可能なフレームを多数生成することが可能となり、
よって主記憶域の有効利用が図られる。

フロントページの続き (72)発明者 アーサー ジェイ サモドビッツ アメリカ合衆国ニューヨーク州ベスタル エバーグリーン・ストリート 201番地

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】あるサイズの使用可能ブロックからなるサ
   ブプールを、複数の別々の記憶域フレームから生成する
   手段と、上記使用可能ブロックは上記サブプールで待ち
   行列に入れられることと、 使用のため上記待ち行列の１つのポジションからブロッ
   クを割り当てる手段と、 使用後上記待ち行列の上記ポジションに少なくともいく
   つかの上記あるサイズのブロックを戻す手段と、 上記サブプール上でブロックを保有するフレームのいず
   れが完全に使用可能かを判断し、当該完全に使用可能な
   フレームのブロックを上記待ち行列から取り出し、その
   他のフレームのブロックをこれらのブロックが同じフレ
   ームの他のブロックとクラスタされるか局部化されるよ
   うに再び待ち行列に入れる不要部分回収手段と、からな
   るコンピュータ記憶域管理システム。
2. 【請求項２】上記待ち行列の別のポジションの近傍で行
   列に入れられたブロックを保有するフレームを識別し制
   御する手段と、ここで、上記別のポジションとは、待ち
   行列の最初のポジション近傍で待ち行列に入れられたブ
   ロックの後に上記フレームからのブロックが割り当てら
   れるような位置であることと、 上記待ち行列の別のポジションの近傍で行列に入れられ
   たブロックを保有する１またはそれ以上のフレームから
   のブロックを、上記待ち行列の最初のポジショとは異な
   るポジションへの戻しを行う手段と、 上記行列の最初のポジション近傍におけるブロックの後
   の上記異なるポジションに戻されたブロックの割り当て
   を行う手段と、を有する請求項１記載のコンピュータ記
   憶域管理システム。
3. 【請求項３】上記フレームは、初期的には、主記憶域の
   リストまたはサブプールから獲得され、完全に使用可能
   なフレームを上記主記憶域リストまたはサブプールへ戻
   す手段を有する請求項１記載のコンピュータ記憶域管理
   システム。
4. 【請求項４】上記請求項１記載の不要部分回収手段は、
   一定期間毎または時折、呼び出され、上記不要部分回収
   プロセスの次回呼び出しの間に、上記リストまたはサブ
   プールへ完全に使用可能なフレームを戻す手段を有する
   請求項１記載のコンピュータ記憶域管理システム。
5. 【請求項５】 上記生成手段は、上記のあるサイズの記
   憶域ブロックに対する要求とその要求を満たせるブロッ
   クが上記サブプールに存在しないこととに対応し、主記
   憶域から完全に使用可能なフレームを選択し、上記要求
   を満たすため上記フレームのブロックを割り当て、上記
   フレームの残りを上記あるサイズの他のブロックに分割
   し、それらを上記サブプールの待ち行列に入れる手段
   と、 上記あるサイズの記憶域ブロックに対する後続の要求に
   対応し、その要求を満たすため上記サブプールからすべ
   てのブロックを割り当てる手段と、 上記あるサイズの記憶域ブロックに対する後続の要求と
   その要求を満たすことのできるブロックが上記サブプー
   ルに存在しないこととに対応し、主記憶域から別の完全
   に使用可能なフレームを選択し、上記要求を満たすため
   上記フレームのブロックを割り当て、上記フレームの残
   りを上記あるサイズの他のブロックに分割し、それらを
   上記サブプールの待ち行列に入れる手段と、 上記あるサイズの記憶域ブロックを戻す後続の要求に対
   応し、上記戻されたブロックを上記サブプールの待ち行
   列へ入れる手段と、を有する請求項１記載のコンピュー
   タ記憶域管理システム。
6. 【請求項６】あるサイズの使用可能ブロックからなるサ
   ブプールを、複数の別々の記憶域フレームから生成する
   ステップと、上記使用可能ブロックは上記サブプールで
   待ち行列に入れられることと、 使用のため上記待ち行列の１つのポジションからブロッ
   クを割り当てるステップと、 使用後上記待ち行列の上記ポジションに少なくともいく
   つかの上記あるサイズのブロックを戻すステップと、 上記サブプール上でブロックを保有するフレームのいず
   れが完全に使用可能かを判断し、当該完全に使用可能な
   フレームのブロックを上記待ち行列から取り出し、その
   他のフレームのブロックをこれらのブロックが同じフレ
   ームの他のブロックとクラスタされるか局部化されるよ
   うに再び待ち行列に入れる不要部分回収ステップと、か
   らなるコンピュータ記憶域管理方法。