JPH06250918A - メモリ管理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】本発明は、データタームの判定の高速化、及び
ヒープ使用効率の向上を可能とする。 【構成】メモリ空間中にヒープ領域を有するコンピュー
タにおいて、メモリ管理装置は、ヒープ領域における使
用領域を時間の経過と共に流動的に管理するものであっ
て、データを格納するための複数のチャンク４０−１〜
４０−３，…と、メモリブロックに格納するデータのサ
イズに基づいて、同じデータサイズによって連結を行な
っているチャンクを管理するためのＬＡＣ２０−１〜２
０−３，…と、メモリブロックの先頭アドレスの順序を
管理するためのＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１〜３０−３，
…とを、時間の経過に沿って必要に応じて動的に構成す
ることにより、メモリを効率的に管理することを特徴と
する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータメモリの
ヒープ領域における使用領域を自動管理するメモリ管理
装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータメモリの自動管理について
は、従来より色々な技法が開発されている。近年では、
特にＣ言語等に適した「控え目なガーベージコレクショ
ン（conservative garbage collection ）」（Garbage
Collection in an Uncooperative Environment by HANS
-JUERGEN BOEHM and MARL WEISER ,1986）と呼ばれる技
法が広く用いられてきている。

【０００３】この「控え目なガーベージコレクション」
の設計方針は次のようになっている。（１）タグ付きポ
インタの使用を避けるため、ガーベージコレクタが管理
しているオブジェクトの先頭に対応するアドレスを決定
できなければならない。この決定を下すテストでは、ア
クセス可能なオブジェクト以外には何もマークしないと
いうことが保証できるものでなければならない。

【０００４】（２）アロケータの構成については、標準
的なアロケーションの方法は、大きなメモリチャンク
（chunk ）を用いる。通常、チャンクのサイズは４Ｋの
倍数に取り、４Ｋバイトごとの境界から始まるようにし
たメモリブロックである。ガーベージコレクションによ
って十分な自由領域を回収できなかった場合は、自動的
にＯＳ（オペレーティングシステム）が付加的なチャン
クを与える。

【０００５】（３）アロケータでは、ＯＳによって得ら
れたメモリが連続的でないと仮定している。ガーベージ
コレクタが別のアロケータによって管理されているオブ
ジェクトからの参照を考慮する必要がない限り、そのメ
モリはその他のアロケータと共に同時に存在できる。

【０００６】（４）サイズのより小さいオブジェクトは
そのサイズに応じて分割される自由リストに割り当てら
れる。通常の場合は、小さなオブジェクトの割り当て
は、自由リストの中から一番初めに見付かった適当な要
素に割り当てられる（firsr-fit法）。自由リストが見
当たらない時は、ロウレベルのアロケータから４Ｋのチ
ャンクを取り出して、適当なサイズに分割して一様に分
け与える。同じチャンク内にあるオブジェクトは同じ構
造をしているということではなく、同じチャンク内のオ
ブジェクトはみな同じサイズであるというだけである。

【０００７】チャンクと呼ばれるメモリブロックの構造
は、図８に示す（Chunk Ｃ）ように、サイズ、ポイン
タ、マークビット、及びデータオブジェクトの領域が確
保されて構成されている。

【０００８】（Ａ）サイズは、チャンク内でのオブジェ
クト一つのサイズを示している。サイズの大きいオブジ
ェクトの場合、そのサイズは、チャンク内に収まること
のできるただ一つのオブジェクトのサイズまでとする。

【０００９】（Ｂ）ポインタは、チャンクのリスト（Li
st of allocated chunk ）の中でのチャンクＣのエント
リを示す。リスト内のエントリは単にチャンクＣに戻る
ポインタである。これを用意することにより、管理して
いるオブジェクトであるかどうかを決定することができ
る。

【００１０】（Ｃ）マークビットは、チャンクの中のデ
ータオブジェクトに対応するものである。これを用意す
ることにより、参照されるオブジェクトであるかどうか
を決定することができる。このような構成とすることに
より、あるポインタが次に挙げるアドレスに対応してい
るかどうかを決定することができる。

【００１１】（ａ）そのアドレスが、最も低いヒープア
ドレスよりも下であるか、または最も高いヒープアドレ
スよりも上であれば、そのはあるオブジェクトに対応し
ていない。

【００１２】（ｂ）そのアドレスがあるオブジェクトに
対応するのであれば、そのアドレスからリストに並んで
いるあるチャンクのアドレスを引いた値がチャンクのサ
イズに収まっている。このようにして、チャンクのアド
レスを得ることができる。

【００１３】（ｃ）チャンクのヘッダから予想されるオ
ブジェクトのオフセットは、チャンクのヘッダで与えら
れるオブジェクトサイズの倍数であること、また、その
オブジェクトがそのチャンクを越えて広げられないこと
を確認する必要がある。

【００１４】アクセス可能なオブジェクトに対しては、
そのオブジェクトの「先頭」にアクセスしているポイン
タがあるということを仮定している。オブジェクトの
「内部」へのポインタは常に無効として扱われている。
オブジェクトの内部へのポインタが許されるようにアル
ゴリズムを作り変えることも可能である。

【００１５】誤って、フリーリストをマークしてしまう
ことを避けるために、付加的なマークビット（フリービ
ット）を用意して、フリーリストにあるオブジェクトが
偶然にマークされないようにする。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】このような従来の技法
には次のような問題（Ｐ１）〜（Ｐ３）があった。

【００１７】（Ｐ１）データターム（静的データ、実行
スタック、レジスタの内部、ヒープ領域に存在する４バ
イト単位のデータの値）が、ここで管理しているオブジ
ェクトを指しているかどうかを判定する時、チャンクリ
ストのエントリが無秩序に並んでいるので、線形探索が
必要となる。このため、判定するのに要する時間が大き
い。 （Ｐ２）また、アロケータに与えられたサイズに一致す
るフリーなメモリブロックを探す場合にも、同様に多く
の時間を要する。

【００１８】（Ｐ３）チャンクリストの大きさが動的に
変化しないものとして扱っているので、取り扱えるメモ
リ空間の大きさが厳しく制限されるか、または考えられ
る最大限の大きさを割り当てるために、ヒープ領域の使
用効率が低下する。

【００１９】本発明は前記のような点を考慮してなされ
たもので、データタームの判定の高速化、及びヒープ使
用効率の向上が可能なメモリ管理装置を提供することを
目的とする。

【００２０】

【課題を解決するための手段】本発明は、メモリ空間中
にヒープ領域を有するコンピュータにおいて、前記ヒー
プ領域における使用領域を時間の経過と共に流動的に管
理するものであって、データを格納するための複数のメ
モリブロックと、前記メモリブロックに格納するデータ
のサイズに基づいて、同じデータサイズによって連結を
行なっているチャンクを管理するための第１のリスト
と、前記メモリブロックの先頭アドレスの順序を管理す
るための第２のリストと、を時間の経過に沿って必要に
応じて動的に構成することにより、メモリを効率的に管
理することを特徴とする。

【００２１】

【作用】前述した問題（Ｐ１）〜（Ｐ３）に対しては、
次のような（Ｔ１）〜（Ｔ３）によって問題の解決を図
っている。

【００２２】（Ｔ１）効率良くデータタームの判定を行
なうために、次のように２種類のチャンクリストを設け
る。第１のチャンクリスト（ＬＡＣ）では、チャンクの
先頭アドレスを構成された順に並べ、チャンクの中に含
まれるデータオブジェクトのサイズが等しいもの同士に
リンクを張る（テーブルサイズと関連）。第２のチャン
クリスト（ＳＯＲＴ−ＬＡＣ）では、チャンクの先頭ア
ドレスをアドレスの若い順に並べる。（そのデータター
ムを含むチャンクの先頭アドレスを探す場合には、この
リストのエントリを、binary search で探す）。 （Ｔ２）データのサイズからフリーメモリブロックを見
付けるために、サイズテーブルを設ける。 （Ｔ３）ヒープ領域の空間を効率良く使用するため、複
数組のチャンクリストを使用する。チャンクリストの組
は、必要に応じてヒープ上に動的に確保する。

【００２３】

【実施例】以下、図面を参照して本発明の一実施例を説
明する。図１は本実施例に係わるコンピュータシステム
の概略構成を示すブロック図である。図１に示すよう
に、コンピュータシステムは、ユーザ処理部１、メモリ
管理装置２、制御部４、メモリ６、及びレジスタ群８を
含んでいる。ユーザ処理部１は、ユーザプログラムとプ
ロセッサユニットにより実現される。また、制御部４
は、ＯＳ（オペレーティングシステム）とプロセッサユ
ニットにより実現される。メモリ６には、ヒープ領域、
スタックの他、各種データを格納するための領域が確保
される。

【００２４】図２には、メモリ管理装置２によってメモ
リ６中のヒープ領域管理のために扱われるサイズテーブ
ル（size table）１０、第１のチャンクリスト（ＬＡ
Ｃ）２０−１〜２０−３，…、第２のチャンクリスト
（ＳＯＲＴ−ＬＡＣ）３０−１〜３０−３，…、及びチ
ャンク（chunk ）４０−１〜４０−３，…を示してい
る。

【００２５】サイズテーブル１０は、１つ設けられ、管
理されているデータオブジェクトのサイズと、ＬＡＣ２
０−１〜２０−３，…のエントリへのポインタを一つの
組としたものをエントリとして構成される。

【００２６】従来のように、アロケータを通して受け入
れられるオブジェクトサイズの全てに対応して、それぞ
れのチャンクを構成していたのではチャンクを有効に活
用できない。メモリ管理装置２は、受け入れられるオブ
ジェクトサイズの種類を分類し、サイズの種類に対応し
て設けられたテーブルを用いて、サイズが同一のもの同
士でリンクさせる。実際のリンクは、後述するＬＡＣの
エントリ間で行なう。これは、オブジェクトのサイズが
与えられた時、そのサイズから空き領域のあるチャンク
を探し当てるのを高速に行なうためである。

【００２７】ＬＡＣ２０−１〜２０−３，…は、チャン
ク４０−１〜４０−３，…へのポインタと、ＬＡＣ２０
−１〜２０−３，…へのポインタを一つの組としたもの
をエントリとして構成される。また各ＬＡＣ２０−１〜
２０−３，…の最後の所には、次のＬＡＣへのポインタ
を加えて構成される。ＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１〜３０
−３，…は、チャンク４０−１〜４０−３，…へのポイ
ンタをエントリとして構成される。

【００２８】２種類のチャンクリスト（ＬＡＣ２０−１
〜２０−３，…、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１〜３０−
３，…）は、メモリ管理装置２によって、必要に応じて
動的にヒープ領域に構成される。本願発明では、ヒープ
領域を初めからチャンクリストで埋めてしまうようにし
て各リストのサイズを決めるのではなく、初めはヒープ
領域内のある一定量のみをチャンクが占めるようにサイ
ズを定めておく。さらに、そのサイズ以上のチャンクが
必要となった場合に、また改めてＬＡＣとＳＯＲＴ−Ｌ
ＡＣを構成し直す。このようにすることにより、必要以
上にヒープ領域を占領しないでおくことができる。

【００２９】チャンク４０−１〜４０−３，…は、デー
タオブジェクトを管理するために必要な情報をチャンク
内の適当な部分に置き、それ以外の部分にデータオブジ
ェクトを格納するように構成される。

【００３０】図３にはチャンク４０−１〜４０−３，…
の構造の一例を示している。チャンク（図３ではchunk
Ｃとする）の構成は、大きく分けてチャンクヘッダ４
０、マークビット４９、フリービット５０、及びデータ
オブジェクト５１の領域となっている。

【００３１】チャンクヘッダ４０には、データオブジェ
クトのサイズ（size４１）、チャンク中に詰めることが
できるデータオブジェクトの個数（＃ＤＯ２４２）、Ｌ
ＡＣのエントリへのポインタ（ptr to ＬＡＣ４３）、
データオブジェクトが始まる位置へのポインタ（ptr to
st obj ４４）、マークビットが始まる位置へのポイン
タ（head to st ＭＢ４５）、フリービットが始まる位
置へのポインタ（headto st ＦＢ４６）、フリーオブ
ジェクトのリンクリストの初めのオブジェクトへのポイ
ンタ（head to free list ４７）、及びフリーオブジェ
クトの個数（free bit counter４８）が格納される。こ
のようにチャンクヘッダ４０を構造体にして、そこに必
要とされる情報をチャンクを構成する時に既に詰め込ん
でしまう。

【００３２】図４にはサイズテーブル１０、ＬＡＣ２０
−１、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１、及びチャンク４０−
１の関係の一例を示している。まず、サイズがsize３の
データオブジェクトを格納しようとした場合、サイズテ
ーブル１０のエントリの中からエントリの第１成分のサ
イズがsize３のエントリを探す。そのエントリを探し出
すと、そのエントリの第２成分より所定のＬＡＣ２０−
１のエントリにたどりつく。

【００３３】すなわち、メモリ管理装置２は、ＬＡＣ２
０−１の第１成分よりサイズがsize３のデータオブジェ
クトを格納する場所を有するチャンク４０−１を探し当
て、サイズがsize３のデータオブジェクトを格納するよ
うに構成されている。

【００３４】また、与えられたポインタがメモリ管理装
置２によって管理されるデータオブジェクトを指してい
る場合、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１のエントリを検索す
ることにより、該当するデータオブジェクトを探し当て
る。ＳＯＲＴ−ＬＡＣ３０−１のエントリは、チャンク
４０−１のポインタである。これらのポインタとなるエ
ントリは、構成された順番ではなく、ポインタアドレス
の若い順に上から下へ並べられている。

【００３５】図５にはサイズテーブル１０のそれぞれの
エントリと、ＬＡＣ２０−１，２０−２のエントリとの
関係の一例を示している。サイズテーブル１０のsize3
に対応する第２成分からＬＡＣ２０−２のエントリにた
どりつく。このエントリの第２成分のポインタptr a4
は、ptr a3を含むＬＡＣ２０−２のエントリを指してい
る。さらにポインタptr a3は、prt a2を含むＬＡＣ２０
−１のエントリを指しており、ポインタprt a2はprt a1
を含むＬＡＣ２０−１のエントリを指している。このよ
うなリンク構造における最後のポインタ（ここではprt
a1）は、零となるように構成されている。

【００３６】サイズテーブル１０のエントリと、このよ
うなリンク構造の関係は、サイズテーブル１０のエント
リ内のただ１つのエントリのサイズ数とリンクを張られ
たＬＡＣのエントリから指し示されているチャンクの内
部に格納されているデータオブジェクトのサイズは一致
するように構成されている。

【００３７】次に、本実施例の動作について、図６に示
すフローチャートを参照しながら説明する。まず、メモ
リ管理装置２は、ユーザ処理部１からのメモリ６におけ
る、例えばsize＝λバイトの領域の使用要求を入力する
（ステップＳ１）。メモリ管理装置２は、サイズテーブ
ル１０、ＬＡＣ、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ、及びチャンクが、
メモリ６のヒープ領域内に既に作成されているかを調べ
る（ステップＳ２）。

【００３８】この結果、ヒープ領域内にまだ作成されて
いない場合には（ステップＳ３）、メモリ管理装置２
は、サイズテーブル１０、ＬＡＣ、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ、
及びチャンクを新たに構成する。そして、データオブジ
ェクトのサイズがsize＝λバイトとなるチャンクをセッ
ティングし、サイズテーブル１０のエントリに、セッテ
ィングされたチャンクを指すためのポインタと、size＝
λのペアを１組として登録する（ステップＳ５）。そし
て、データオブジェクトを格納すべき領域の先頭アドレ
スを返す（ステップＳ１２）。

【００３９】ステップＳ３において、サイズテーブル１
０等が既に構成されていると判別された場合には、size
＝λのエントリを、サイズテーブル１０の第１成分から
探す（ステップＳ６）。

【００４０】この結果、該当するサイズを示すエントリ
がない場合には（ステップＳ７）、ステップＳ５に移
り、前述と同様にして、サイズテーブル１０のエントリ
に、サイズとポインタとの組を登録する。

【００４１】また、ステップＳ７において、サイズテー
ブル１０に該当するサイズが登録されていると判別され
た場合には、オブジェクトサイズがsize＝λに対応する
第２成分のポインタをもとに、ＬＡＣをたどり空き領域
を有するチャンクを探す。この結果、空き領域を有する
チャンクが存在する場合には（ステップＳ９）、データ
オブジェクトを格納すべき領域の先頭アドレスを返す
（ステップＳ１２）。

【００４２】これに対し、空き領域を有するチャンクが
存在しない場合には（ステップＳ９）、ガーベージコレ
クション（ＧＣ）をメモリ６に対して掛けるか否かを判
別する（ステップＳ１０）。

【００４３】ガーベージコレクションを掛ける場合には
（ステップＳ１１）、図７に示すフローチャートに従っ
て行なう。ここでは、領域Σにあるデータタームをポイ
ンタであるものとして、管理しているデータオブジェク
トを指しているか否かを調べる。（なお、領域Σとは、
静的データ、実行スタック、レジスタの内容、ヒープ領
域から、サイズテーブル１０、ＬＡＣ、ＳＯＲＴ−ＬＡ
Ｃ、及びチャンクを除いた領域部分を示す）。

【００４４】まず、領域Σから１つデータタームを取っ
てくる（ステップＡ１）。このデータタームとＳＯＲＴ
−ＬＡＣのエントリを比較して、そのデータタームが指
しているデータオブジェクトを含んでいるチャンクのア
ドレスを探す（ステップＡ２）。該当するアドレスがな
い場合には（ステップＡ３）、ステップＡ１に戻り、他
のデータタームについて同様の処理を行なう。

【００４５】ステップＡ２において該当するチャンクの
アドレスがあった場合には（ステップＡ３）、そのデー
タタームが、管理をしているデータオブジェクトの先頭
を指しているかを調べる（ステップＡ４）。先頭を指し
ていない場合には、ステップＡ１に戻り、他のデータタ
ームについて同様の処理を行なう。

【００４６】ステップＡ４において、データタームがデ
ータオブジェクトの先頭を指していると判別した場合に
は、そのポインタが指しているデータオブジェクトにマ
ークを付ける。すなわち、ポインタが指しているデータ
オブジェクトは、参照されるものであり、今後生き延び
るデータオブジェクトであるためである。

【００４７】全ての領域Σにあるデータタームについ
て、前述した処理（ステップＡ１〜Ａ６）を施す。全て
について終了したら、スィープフェーズを経て（ステッ
プＡ８）ガーベージコレクションを終了する。ステップ
Ａ１０において、ガーベージコレクションを掛けないと
した場合には、ステップＳ５、Ｓ１２の処理に移り、処
理を終了する。

【００４８】このようにして、ヒープ領域の使用領域を
管理するために、前述したようにＬＡＣ及びＳＯＲＴ−
ＬＡＣを構成するので、データタームがオブジェクトを
指しているか否かの判定を高速に実行することが可能と
なる。また、サイズテーブル１０が設けられているの
で、フリーメモリブロックの探索についても、高速に行
なうことができる。さらに、ＬＡＣ及びＳＯＲＴ−ＬＡ
Ｃは、必要に応じて動的に構成されるので、ヒープ領域
を効率良く使用することができる。

【００４９】

【発明の効果】以上のように本発明によれば、データタ
ームの判定の高速化、及びヒープ使用効率の向上が可能
となるものである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本実施例の一実施例に係わるコンピュータシス
テムの概略構成を示すブロック図。

【図２】メモリ管理装置２によってメモリ６中のヒープ
領域管理のために扱われるサイズテーブル、ＬＡＣ、Ｓ
ＯＲＴ−ＬＡＣ、及びチャンクを示す図。

【図３】チャンクの構造の一例を示す図。

【図４】サイズテーブル、ＬＡＣ、ＳＯＲＴ−ＬＡＣ、
及びチャンクの関係の一例を示す図。

【図５】サイズテーブル１０のそれぞれのエントリと、
ＬＡＣ２０−１，２０−２のエントリとの関係の一例を
示す図。

【図６】メモリ管理装置２の動作を説明するためのフロ
ーチャート。

【図７】ガーベージコレクションを掛ける場合の動作を
説明するためのフローチャート。

【図８】従来のチャンクの構造を説明するための図。

【符号の説明】

１…ユーザ処理部、２…メモリ管理装置、４…制御部、
６…メモリ、８…レジスタ群、１０…サイズテーブル
（size table）、２０−１〜２０−３…ＬＡＣ（第１の
チャンクリスト）、３０−１〜３０−３…ＳＯＲＴ−Ｌ
ＡＣ（第２のチャンクリスト）、４０−１〜４０−３…
チャンク（chunk ）。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 メモリ空間中にヒープ領域を有するコン
   ピュータにおいて、 前記ヒープ領域における使用領域を時間の経過と共に流
   動的に管理するものであって、 データを格納するための複数のメモリブロックと、 前記メモリブロックに格納するデータのサイズに基づい
   て、同じデータサイズによって連結を行なっているチャ
   ンクを管理するための第１のリストと、 前記メモリブロックの先頭アドレスの順序を管理するた
   めの第２のリストと、 を時間の経過に沿って必要に応じて動的に構成すること
   により、メモリを効率的に管理することを特徴とするメ
   モリ管理装置。