JPH0648469B2 - 仮想メモリ監理方法 - Google Patents

仮想メモリ監理方法

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JPH0648469B2
JPH0648469B2 JP60162767A JP16276785A JPH0648469B2 JP H0648469 B2 JPH0648469 B2 JP H0648469B2 JP 60162767 A JP60162767 A JP 60162767A JP 16276785 A JP16276785 A JP 16276785A JP H0648469 B2 JPH0648469 B2 JP H0648469B2
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エツチ．バートリイ デビツド
ジエイ．マツクエンテイー テイモシイ
ダブリユ．オツクスリイ ドナルド
エム．サツテ サテイツシユ
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テキサス インスツルメンツ インコ−ポレイテツド
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    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
    • G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
    • G06F12/12—Replacement control
    • G06F12/121—Replacement control using replacement algorithms
    • G06F12/122—Replacement control using replacement algorithms of the least frequently used [LFU] type, e.g. with individual count value
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
    • G06F12/0223—User address space allocation, e.g. contiguous or non contiguous base addressing
    • G06F12/023—Free address space management
    • G06F12/0253—Garbage collection, i.e. reclamation of unreferenced memory

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の背景〕 〈技術分野〉 本発明はメモリ装置の向上に関し、より詳しくはメモリ
装置監理方法の改良に関するものであつてさらに詳しく
はメモリ応答時間を改善するために活動ブロツクと安定
ブロツクを分離する進歩した方法に関する。
〈背景技術〉 記憶監理装置の開発には長い歴史があつて多くの関連す
る研究に枝分れしている。多年に渡つてメモリ構造の割
当てと割り当て解除に関して多くの研究がなされてき
た。興味ある多くのメモリ構造がH.M.DeitelによるAn I
ntroduction to Operating Systems,Addison-Wesley,Ma
ss.,Chapter７，１９８２に示されている。他の主要な
論点はD.KnuthによるThe Art of Computer Programmin
g,Vol.1.1：Fundamental Algorithms,Addison-Wesley,R
eading,Mass.，１９６８で論議されている。ここに記述
される本発明は主として積み重ね（heap）監理メモリを
有するコンピュータシステムにかかわり、ちり（garbag
e）収集スキームと共に、または別個に用いられる。
「積み重ね監理」メモリとは対象とするメモリユニツト
の一時的なオーダー即ちサイズにかかわりなくメモリが
（直接または間接に）割り当ておよび割り当て解除され
るものである。ちり収集メモリとは使用可能なメモリが
自動的に回収されメモリ空間を有効に利用すべく必要に
応じて時々再編成されるものである。ちり収集技術の概
観および関連する背景資料がJ.Cohenによる“Garbage C
ollection of Linked Data Structures”、Computing S
urveys,Vol.１３，No.３，September,１９８１，第３４
１ページないし第３６７ページに示されている。P.Bish
opは“Garbage Collection in a Very Large Address S
pace”，Massachusetts Institute of Tecnology，Work
ing Paper１１１，September１９７５，で非常に大きな
アドレス空間でのちり収集を論じている。
さらに、仮想メモリ空間の全体的な大きさがしばしば重
要となる。なぜならちり収集コストは回収されるちりの
量と共にではなく収集が行なわれる空間の大きさと共に
増大するからである。
代表的なメモリ装置とそれに伴う中央処理装置（CPU）
のオペレーシヨンでは、CPUが必要に応じてメモリ空間
の割り当てを要求する。メモリの割り当てはしばしば仮
想アドレス空間において行なわれる仮想アドレス空間が
全て割り当てられると、既に割り当てられている仮想空
間が識別され回収されるまでそれ以上の空間の要求は結
局拒否しなければならない。
ここで用いられるように、「物理メモリ」という用語は
通常はRAM半導体装置である主メモリと通常はページ付
けデイスクである背景記憶装置を含む実際の物理メモリ
を意味する。
概して本発明が関係する型のメモリ装置ではメモリの
（複数の）部分にCPUにより指定された大きさの「ブロ
ツク」が割り当てられる。各々のブロツクはヘツダを有
し、そのなかに例えばそのブロツクの識別コード、その
大きさ、および興味があるような他の事柄を含むそのブ
ロツクに関係する様々な情報が含まれている。ブロツク
のヘツダにはまた参照カウントを含むフイールドが含ま
れる。ブロツクの参照カウントは他のいずれかのブロツ
クまたはそれ自身によるそのブロツクへの参照の数を示
す。参照カウントの一形態がDeutsch等による“An Effi
cient,Incremental,Automatic Garbage Collector”，C
ACM,Vol.１９，No.９，September,１９７６，５２２ペ
ージから５２６ページに示されている。本発明の方法が
関係する型のメモリでは１つのブロツクが初めて割り当
てられる際にそれがゼロという参照カウントを有する。
新しい参照が設定される度に参照カウントが増加させら
れる。１つのブロツク内での参照が消失すると、ダーゲ
ツトブロツクの参照カウントが減少させられる。ブロツ
クが初めて生成される場合を除き、ブロツクの参照カウ
ントが減少させられてゼロになる場合にはそのブロツク
がちりとみなされ、それの占める空間を回収することが
できる。
過去のメモリ監理装置では、ブロツクの割り当てと割り
当て解除の際に、非常に少ないブロツクを含むページは
さらにブロツク割り当ての余地を作るためにしばしばデ
イスクにページアウトされた。ページアウトされたブロ
ツクをアクセスする必要が生じると、そのページをデイ
スクから持ち込む余地を作るために主メモリ内からさら
に何らかのページをページアウトする必要があるのが常
であつた。そうすると、まばらに占められているぺージ
がデイスクから主メモリに持ち込まれ、その必要なブロ
ツクが使用された後にほとんど即座にそれをデイスクに
書き込んで戻さなければならない。このことが急激でひ
んぱんなデイスク取出しおよび書き込み操作を含むおび
ただしい「スラツシング」を生じ、それがメモリ操作の
速度を著しく低下させるが故に望ましくないことがわか
る。
必要とされるのは、たまに必要とされるブロツクを収集
してデイスク上に密に記憶させてページアウトし、また
ひんぱんに利用されるブロツクを収集して効率良くアク
セスするために主メモリ内に保持するようにしてブロツ
クを効率良く記憶するメモリ監理方法である。
〈本発明の簡単な説明〉 上述の観点から、本発明の１つの目的はデイスクの待ち
時間を低減し、またひんぱんなちり収集の間にCPUが遅
延させられる時間を低減することによりメモリ内のデー
タの全スループツトを進歩させる、要求時ページ付けさ
れる仮想メモリのメモリ監理方法を提供することであ
る。
本発明のもう１つの目的は説明した型の方法であつて割
り当て応答時間の改善された方法を提供することであ
る。
本発明のもう１つの目的は説明した型のものでまばらに
割り当てられたページがデイスクに書き込まれないこと
を保証することによつて背景記憶装置の効率の良い利用
が可能にされる方法を提供することである。
これらの、また他の目的、特徴および利点は以下の詳細
な記述を添付図面および本特許請求の範囲と関連させて
読めば当業者には明らかとなろう。
その広い見地において、本発明は複数の仮想アドレスペ
ージを含み要求時ページ付けされる仮想アドレス空間に
おいてメモリブロツクを密に詰める方法を与える。本方
法は仮想メモリ空間のアドレスを指示すべくポインタＮ
を定めることによつて密に詰めるべき活動ブロツクおよ
び安定ブロツクを識別し、また使用可能な仮想メモリ空
間の先頭のアドレスを絶えず指示すべくポインタＮを前
進させるステツプを含む。新しいブロツクが割り当てら
れる際それらは前進するポインタの位置から始まる仮想
アドレス空間に配置される。さらに、ブロツクがユーザ
ーによつて参照される際それらは前進するポインタの現
行位置に移動させられるので、（以下に定義する）活動
ブロツクが活動ページに一緒に収集される。
本発明の１つの観点においては、各々のページの使用量
が測定され、ユーザーにより参照されるブロツクは参照
されるブロツクの位置するページの使用量があらかじめ
定められたレベル以下に落ちる場合にのみ移動される。
さらにデイスクメモリが設けられ、収集された安定ブロ
ツクを含むページが周期的にそれに「ページアウト」さ
れる。
本発明のさらに他の観点によれば、連想ルツクアツプテ
ーブルが設けられ、その中には最終的にはページアウト
される特別なページに移動されるブロツクの識別コード
と位置が書き込まれる。また各々のテーブルエントリに
はその中で識別される各々のブロツクの参照カウントも
保持される。連想ルツクアツプテーブルはその中で識別
されるブロツクの参照を更新すべく周期的に走査され
る。
〈好ましい実施例の詳細な説明〉 オンザフライ（OTF）詰め込みアドレスの多くは効率の
良いメモリ監理を必要とする。これらはデイスク待ちに
費される時間とひんぱんなちり収集の間にCPUが遅延さ
せられる時間を低減することにより全スループツトを改
善させる必要を含む。さらに、まばらに割り当てられた
ページを書き込まないことにより割り当て応答時間を改
善させ、また背景記憶装置をより有効に利用することも
重要である。最後に、（以下に記述する）動的ワーキン
グセツトと静的ワーキングセツトの両方を最小化するこ
とが重要である。
本発明は第１図に線図で例示されており、メモリの仮想
アドレス空間内の（上文のBishopによる意味の）領域Ｘ
が示されている。本構想の説明を簡単にするために、単
一のメモリ領域Ｘに関してOTF詰め込みを説明するが、
本発明は領域を利用しないメモリ装置にも同様に適用し
得ることを理解されたい。しかなる所定の時刻において
も１つ以上の領域が活動し得ることが強調されるが、こ
こでは簡明なためにただ一つのみの領域に対するオペレ
ーシヨンが説明される。普通は、物理メモリ、背景記憶
装置、その他が幾つかのこのような領域を含み、それら
は使用可能なリソースから成る。
仮想メモリ空間１０は起点１１から始まり領域Ｘの長さ
だけ続く連続的で均等なアドレスセツトにより表わされ
る。一般に、仮想アドレス空間を観察すると、３つの異
なる型のブロツクが見出される。それらは活動ブロツ
ク、安定ブロツク、およびちりブロツクである。活動ブ
ロツクとはCPUにより活発に参照されるものである。そ
れは一時的であり得るという意味で「揮発性」であり得
る。即ちCPUがそれを割り当て、短期間それを利用して
からそれを廃棄し得る。安定ブロツクとはCPUに対しア
クセス可能であるが比較的長い期間必要とされない、即
ちアクセスされないものである。ちりブロツクとはもは
やCPUに対しアクセスできないがその参照カウントがゼ
ロではないものである。ブロツクの参照カウントは何ら
かの他のブロツクまたはそれ自身からそのブロツクを参
照した数を与える。１つのブロツクが初めて割り当てら
れる際それは１という参照カウントを有し、新たな参照
が設定されるたびにその参照カウントが増大させられ
る。ブロツク内の参照が破壊されるたびにそのターゲツ
トブロツクの参照カウントが減少させられる。参照カウ
ントはとりわけちり収集手続きにおいて有用であつて、
その一例が本願の譲受人に譲渡され、本文に背景技術と
して参照されている“Computer Memory Systems with P
arallel Garbage Collection Independent from an Ass
ociated User Prosessor”なる名称の係属米国出願（出
願人フアイル番号：ＴＩ−９９２８）に見ることができ
る。
OTEコンパクタの１つの主要な目的は最も活動的なブロ
ツクを物理メモリ内に保持することである。従つて、以
下に明らかとなるように、安定ブロツクは物理メモリ内
に場所がない限り結局背景記憶装置内に配置される。
仮想メモリのためには要求時ページ付けを用いることが
望ましいので各ページが同一の型の活動、安定、または
ちりというブロツクを保持するのが好都合である。かく
て、ページは選択的にメモリ内に配置するか（全て活動
型）、ページアウトするか（全て安定型）、または再利
用する（全てちり型）ことができる。
もしいかなる所定の時刻においても、ここで「動的ワー
キングセツト」と呼ぶ活動ブロツクを含む仮想アドレス
ページセツトがシステムの物理メモリより小さければ理
想的である。さらに、もしここで「静的ワーキングセツ
ト」と呼ぶ安定ブロツクと活動ブロツクの両方を含む仮
想アドレスページセツトができる限り小さくてシステム
の背景記憶装置より小さいなら理想的である。
活動ブロツクを「活動的な」ページに合併するためにブ
ロツクはある一定の参照によつて「コピーされるかまた
は順方向に移動させられる」。かくて、例えばデータア
クセスのためにあるブロツクがアクセスされる場合、そ
のブロツクは活動ページに向けて順方向に移動させられ
る。従つて「古い」ページは安定ブロツクとちりブロツ
クのみを含む方向に向かうので選択的にページアウトで
きる。その結果安定ブロツクは合併することができ、ま
たちりブロツクのうちいくらかを識別することができ
る。ページアウト処理中にちりブロツクの全てが識別さ
れるわけではないことに留意されたい。残りのちりブロ
ツクを削除するには結局ちり収集（ＧＣ）が必要となろ
う。
メモリ監理の平常のオペレーシヨンのもとでは、２つの
型の事象がひんぱんに生じる。これらはCPUで将来利用
するための新しいブロツクの割り当てと、もはや何も参
照が行なわれないという事実により示されるもはやCPU
に利用されないブロツクの回収である。これらの２つの
事象の頻度が等しいのが理想的である。静的ワーキング
ブロツクから回収されるあらゆるブロツクについてそれ
に加えられる新しいブロツクがある。従つて静的ワーキ
ングセツトの大きさが比較的一定に留まる。
ちり収集がなければ参照カウントのみが廃棄されたブロ
ツクを回収する唯一つの手段となる。あるブロツクがそ
の参照カウントがゼロに達したために回収される場合、
そのブロツクが属する仮想アドレスページの一部分が解
放され、従つて再利用可能なページ断片とみなすことが
できる。いくつかのブロツクが回収された後にはいくつ
かのページ断片がいくつかのページに存在し得る。もし
これらのページ断片を追跡する機構が存在するなら、そ
れらの断片を新しいブロツクを割り当てるための場所と
して用いることができる。しかしながら、そのようなス
キーマには２つの主要な欠点がある。アクセス可能なブ
ロツクの参照位置が全くばらばらになり得るからであ
る。大いに参照されまた互いに大いな関連のあるブロツ
クが物理メモリにあるページよりもずつと多くの仮想ア
ドレスページの間に分布し得る。これがスラツシング、
即ちひんぱんなページインおよびページアウトまたはデ
イスクアクセシングをもたらす。さらに、このスキーマ
が割り当て応答時間を長びかせることもあり得る。
本発明によるOTFスキーマはブロツクの割り当てと削除
を監理するが、まだ上述のように新しいブロツクを再利
用可能なページ断片に配置することはしない。その代わ
りに図で示されるように新しいブロツクがここでは
“Ｎ”と呼ぶ前進ポインタによつて指示される仮想アド
レスページに割り当てられる。１つのブロツクがページ
に割り当てられる場合、それはそのページの未使用部分
ですぐ次に使用可能なアドレスに割り当てられる。かく
て、第１図に示されるように、Ｂ１ないしＢ１３で示さ
れるブロツクが仮想アドレス空間１０内に順次配置さ
れ、各々はポインタＮによつて指示されるページですぐ
次に使用可能なアドレスから始まる。さらに本発明によ
ればブロツクがページから除去される場合、そのページ
の解放された部分を再利用するつもりはない。ページは
そのページの全て、またはほとんど全てが割り当てられ
ている場合一杯とみなされる。
ポインタＮはＮによつて指示されるページが一杯になる
たびにＮが次に高い即ち大きい仮想アドレスページを指
示すべく更新されるという意味において「前進」してい
る。領域内の最も高次の仮想アドレスページが一杯にな
ると、以下に述べるようにちり収集が援用されるかまた
は割り当てのための新しいページが空いているページの
蓄積された「プール」から得られる。
ブロツクの割り当てはCPUの要求に応じて生じるひんぱ
んな事象の１つに過ぎない。ブロツクはまた動的ワーキ
ングセツトと静的ワーキングセツトから成るページから
それらの参照カウントがゼロになると共に回収される。
かくて第２図に示されるようにタイムブロツクＢ１から
Ｂ１３が割り当てられている間にあるブロツクの割り当
て解除も行なわれている。示されている例では例えばブ
ロツクＢ８、Ｂ９、Ｂ１２およびＢ１３が割り当て解除
もしくは回収されている。ブロツクが仮想アドレスペー
ジから回収されるたびに、そのページの利用が減少す
る。１つのページがどの程度まで利用されるかというこ
とは重要なパラメータであつて各々のページの制御構造
の一部として正確に保持される。空の仮想アドレスペー
ジが初めて物理メモリに持ち込まれる場合、そのページ
の利用パーセントは明らかにゼロである。ブロツクがそ
のページに割り当てられるたびに、そのページの利用パ
ーセントが適宜増大する。同様にブロツクがページから
回収されるたびに、そのページの利用パーセントが減少
する。
先述のように、本発明によるOTF詰め込み処理の実行に
おいて、ブロツクは常に仮想アドレスページですぐ次に
使用可能な仮想アドレスに割り当てられる。ブロツクが
回収される際、ページ上に得られるメモリ領域の位置は
常に何もかかわりがない。従つて監理されるべき唯一つ
の情報は各領域内のどの仮想アドレスページがその領域
によつて割り当てのために用いるべく獲得可能であるか
を識別するものである。これを行なうために、使用可能
なページのリンクされたリフト２０が保持される。Ｎの
ところのページが一杯になるたびに、リスト２０がアク
セスされ、１つのページがそのリストから除去される。
１つの領域が初めて生成される際、その領域を構成する
全てのページが使用可能なページのリストにエントリさ
れる。OTFコンパクタにとつてはその領域の仮想アドレ
ス空間を一度に１ページずつ進んで、空になり再利用の
ために使用可能なページをバツクトラツクしないのが望
ましい。その領域の仮想アドレス空間に完全に横切つて
しまう時点もしくはそれより前にはちり収集を行なわな
いものと仮定すれば、最高位でアドレスされたページが
最後に利用されてからその仮想アドレス空間を再び通過
することが望ましい。これらの通過の際、空である（即
ちそれらの利用がゼロである）ことがわかつているペー
ジのみが利用される。それからこの処理が幾つかの通過
を通してちり収集がその領域上で実施されるまで続く。
単一のページより大きなブロツクの割り当てが要求され
る場合、そのブロツクが連続するページを占めることが
必要である。その領域の仮想アドレス空間を初めて横切
る間にこの要求を満たすのはほとんど困難ではない。な
ぜなら領域の最後のページが使用可能なページのリスト
上に見出される場合を除いて連続するページは使用可能
なページのリスト上に並んで存在するからである。前者
の場合には、リスト上の次のページがその前のものと隣
接しない仮想アドレスを有する。その領域の仮想アドレ
ス空間を初めて通過した後には、リスト上の２つの連続
するページが連続する仮想アドレスを有するという保障
はない。従つてマルチページブロツクが割り当てられる
際は常にチエツクが必要である。
物理ページの数が限定されていることは理解されよう。
またポインタＮが前進するにつれ新しいブロツクを割り
当てるために新しい物理ページが必要となる。一般にス
キーマでは任意のページをその上に何か存在するかにか
かわらずページアウトする。しかしながら十分には利用
されていないページ、つまりその利用パーセントがかな
り減少しているようなページをページングアウトするこ
とはデイスク空間の効率良い利用に導かない。さらに活
動ブロツクをデイスクに移すのは不適当である。なぜな
ら活動ブロツクは物理メモリ内に留まる仮想アドレス空
間内に置いた方がよいからである。
先述のように、デイスク空間を効率良く利用し、また活
動ブロツクを物理メモリ内に保つために、本発明による
方法ではページアウトされてしまう、もしくはまもなく
ページアウトされるまばらに利用されるページ内に存す
る活動ブロツクを物理メモリ内にある仮想ページに再配
置する。新しいブロツクが割り当てられる、ポインタＮ
のところのページが物理メモリ内にあり、また動的ワー
キングセツトの一部になつている。従つてそれはある一
定の基準を満たす活動ブロツクを再配置するのに理想的
な場所である。
１つの活動ブロツクを再配置するかまたは「順方向にコ
ピー」するかを決定するための第１の基準はそのブロツ
クがCPUにより参照されることである。（ブロツクの参
照が活動ブロツクを安定ブロツクから区別する唯一つの
手段である。）第２は、その活動ブロツクがポインタＮ
のところのページにまだ配置されていないことである。
（この第２の基準はポインタＮのところのページ内のブ
ロツクが何も得るところがないために前方にコピーされ
ないことを意味している。）第３の基準は背景記憶装置
を効率良く利用することに関連するもので、利用パーセ
ントがある一定のしきい値以下に落ちているページに活
動ブロツクが配置されていることである。十分に利用さ
れているページはそのままにしておくべきである。なぜ
ならそのページが物理メモリ内にあつて他のページを持
ち込むためにページアウトしなければならないとして
も、それがまばらでないという事実がデイスク空間の効
率良い利用を生じさせる。不適当にも、これは１つの活
動ブロツクを（同じページの中に他の活動ブロツクさえ
もあるかもしれない）動的ワーキングセツトから除去す
る結果になる。
それ故に第４の基準が役立つことがわかる。もし最小の
オーバヘツドを用いて最近最も利用されていない（LR
U）というインプリメンテーシヨンにより定められると
ころの十分に「古い」ページ内に活動ブロツクが配置さ
れているとそのブロツクはそのページの利用パーセント
にかかわりなく順方向にコピーされる。これは事実上活
動ブロツクを動的ワーキングセツト内に保ち、その上ま
たそのページの利用パーセントの低減を「セツトオフ」
する。
実際のブロツクの再配置が第１図に例示されており、図
ではブロツクＢ１がアクセスされている。ブロツクＢ１
はＮによつて指示されるページ内には配置されておらず
利用の少ないページ内に配置されている。それ故、それ
は（Ｎが進むと共に）順方向の仮想アドレスページ４に
コピーされる。ブロツクＢ１の旧位置はコピーされたブ
ロツクを指示すべく適当に更新される。ブロツクＢ１を
参照する（図には示されていない）他のブロツクは依然
としてブロツクＢ１の（仮想アドレスページ１の中の）
旧コピーを指示しているので、前方のポインタをブロツ
クＢ１の旧位置に残す必要がある。同様にして、第２図
に示されるように、ブロツクＢ４、Ｂ６、Ｂ７およびＢ
１０はそれらが参照されるとポインタＮの前進していく
位置に順方向にコピーされる。
１つのブロツクが上述の基準を満たし、順方向にコピー
されるべきであるなら、そのブロツクの参照カウントが
最初にチエツクされる。１という参照カウントはCPUが
利用したブロツクセルまたは恐らくは結合レジスタ以外
にそのブロツクへの参照がないことを示している。（前
述の係属米国出願参照。）それ故、ブロツクをコピーし
それを参照したオブジエクト（セルまたは結合レジス
タ）がそのブロツクの新しい位置を指示するように更新
した後、参照されたブロツクのオリジナルコピーを回収
することができる。するとそのブロツクのオリジナルコ
ピーを含んでいたページの利用パーセントは減少させら
れる。
順方向にコピーされるブロツクの参照カウントが１より
大きいなら、そのブロツクを参照する他のオブジエクト
がそのブロツクの新しい位置を見つけられるようにその
ブロツクのオリジナルコピーの位置に順方向参照を残す
ことも必要である。順方向参照がそのブロツクのオリジ
ナルの位置に初めて置かれる際、その参照カウントはオ
リジナルブロツクの参照カウントマイナス１の値を取
る。なぜならそのブロツクに対する他の全ての参照はそ
のブロツクの旧位置のみを知つているので、実際には順
方向参照を参照するからである。新しい位置におけるコ
ピーされたブロツクは２という参照カウントを与えられ
る。１つは順方向コピーを起こすべくそのブロツクを参
照したオブジエクトのためであり、もう１つはそのブロ
ツクに対する順方向参照のためである。後に、オブジエ
クトが前方参照に出合う場合、そのオブジエクトはその
ブロツクの新しい位置を指示すべく更新され、順方向の
参照カウントはオブジエクトによる参照の減損を勘定す
るために１だけ減じられ、また新しい位置におけるブロ
ツクの参照カウントはオブジエクトからのポインタを勘
定するために１だけ増加される。順方向参照の参照カウ
ントがゼロに達すると、それはポインタが指示するブロ
ツクの参照カウントが１だけ減じられた後に回収するこ
とができる。
上述のように、また今度は第３図を参照すると、まばら
に利用されるページをページアウトするのは都合が悪
い。なぜならデイスク空間を効率良く利用することが本
発明の主要な目的の１つだからである。それ故、そのよ
うなページがページアウトされかけている場合、そのペ
ージ上に残つている少数のブロツクはその目的のために
明示して利用される別の物理ページにコピーされる。す
るとかつてまばらに利用されていたページが完全に空に
なつてデイスクに何も書き込む必要がないのでその物理
ページは即座に再利用できる。かくて、図のようにペー
ジ(1)と(3)がまばらに利用されるのでデイスクアウトペ
ージ(30)にコピーして出すことができ、それを次にデイ
スク４０または他の背景記憶装置に出して書き込むこと
ができる。コピーされたブロツクに対する参照がもしあ
ればどこで起こるかがわかないので連想ルツクアツプテ
ーブルへのエントリが行なわれる。（コピーされたブロ
ツクの新しい位置への順方向参照をブロツクが初めに配
置されていたところのアドレスに置く方が簡単かもしれ
ないが、順方向参照はそのページ内に留まるべきなので
これはブロツクをコピーする、即ち１つのページを空に
するという目的に反する。） 各々のテーブルエントリはブロツク４７の初めの位置の
仮想アドレス、ブロツク４８の新しい位置の仮想アドレ
スおよびブロツク４９の初めの位置に対する参照カウン
トを含む。テーブルエントリ内の参照カウントはコピー
されるブロツクの参照カウントを勘定に入れる。コピー
されたブロツクの参照カウントは（図のように）１に変
更される。なぜならその時点でそのブロツクに対する唯
一つの参照はテーブルエントリから生じる参照だからで
ある。
ページ上に残つている少数のブロツクを除去する処理に
おいて、順方向参照に出会うかもしれない。順方向参照
により参照されるブロツクはより早い時点にコピーされ
ているので、「特別な」ページにはブロツクはコピーさ
れない。しかしながら順方向参照を単純に忘れることは
できない。情報はあたかもそのブロツクがコピーされた
かのごとくテーブルに保存されねばならない。それなり
に順方向参照はそのまま残るけれども、新しい型式を取
る。
もしその仮想アドレスがページテーブル２０内に存在し
ない、即ちそのアドレスが物理メモリまたはデイスク４
０、デイスクマツプまたは他の制御デイレクトリにない
ブロツクをCPUが参照する場合、そのブロツクのアドレ
スは連想ルツクアツプテーブル４５内に見出し得る。CP
Uにより保たれるポインタまたはCPUがブロツクを参照す
るのに用いたブロツクセルはブロツクの新しい位置を指
示すべく更新することができる。するとコピーされたブ
ロツクはそれに対する付加的な参照を有するのでその参
照カウントを増やさなければならない。またテーブルエ
ントリはそれに対する１つ少ない参照を有するのでその
参照カウントを減じなければならない。もしこれがテー
ブルエントリの参照カウントをゼロに等しくするなら、
もはやそれに対し何も参照がないのでそのエントリをテ
ーブルから除去することができる。当然ながらエントリ
を除去することはそれが指示するブロツクに対する参照
が１つ少ないことを意味するので、エントリが指示して
いたブロツクの参照カウントを減じなければならない。
連想ルツクアツプテーブル４５内のエントリの数を最小
化しようという企てにおいては、テーブル内に表れる参
照を求めて動的ワーキングセツトをスイープするのが望
ましい。これはプロセツサがそうしなければ遊んでしま
う場合に行ない得る。そのような参照が見出されると、
ブロツクの真の位置を参照するためにその参照を含むオ
ブジエクトを更新することができ、するとテーブルエン
トリの参照カウントを減じることができる。エントリの
参照カウントがゼロになるから、そのエントリをテーブ
ルから除去することができる。
いつでも可能な場合にはちりブロツクを捜し出して除去
することが望ましい。残念ながら、そのようなブロツク
を発見する機会は制限されている。しかしながら２つま
たはそれ以上のブロツクが循環リストを形成し、そのリ
ストの全てのブロツクが単一のページ内に含まれ、また
リフトの全てが１という参照カウントを有するなら、そ
のようなブロツクはちりブロツクであつてページをスイ
ープする間に検出できる。ページスイープはその唯一つ
の参照がそのブロツク自体から発しているようなブロツ
クをも捜し出すことができる。
領域が割り当てのために空のページのリストとして表わ
される仮想アドレス空間（VAS）の部分を最初に与えら
れる際、それらの空のページは大きな連続する断片とみ
なすことができる。かくて、ポインタＮのところのペー
ジが一杯になるたびに、次の仮想アドレスページが物理
メモリを得られるようになり、それ以後の割り当てと順
方向コピーのために利用される。その領域の最高次の仮
想アドレスページが割り当てと順方向コピーに利用され
るまで、次にどの仮想アドレスページを利用するかを決
定するのに何も困難はない。
最高次の仮想アドレスページが一杯になつた後には単純
にポインタを「巻き戻して」その領域の最低次の仮想ア
ドレスページを指示させ、再びVASを通つてＮを「前
進」させることは不可能である。ページの多くは割り当
て用に使用することができない。明らかに、安定ブロツ
クを含む最もデイスク上に存在しそうな「安定」ページ
は有用な情報を破壊しない限り再利用はできない。
同様に、依然として参照される１つまたはそれ以上の仮
想アドレスを有する仮想アドレスページはそのページが
デイスクまたは物理メモリに存在しなくてさえも、再利
用はできない。これは１つのまばらなページ上のブロツ
クが別のページにコピーされ連想ルツクアツプテーブル
上に順方向参照がエントリされる場合に起こり得る。コ
ピーされたブロツクが初めに（コピーされる前に）配置
されていた仮想アドレスページはデイスク上にバツクア
ツプされていないが、それらのブロツクに対応する仮想
アドレスはなお存立可能な参照されるアドレスなのであ
る。参照されるアドレスがルツクアツプテーブルを通じ
て順方向に送られたことを検出する唯一つの手段はその
仮想アドレスページがもはやデイスクまたは主メモリ内
に存在しないという事実である。参照される仮想アドレ
スを超えて割り当てれば破滅的になるだろう。
しかしながらその領域のための仮想アドレスページのか
なりの部分は再利用のために解放されているだろう。そ
のページ上の全てのブロツクが、それらの参照カウント
がゼロに達したかあるいはそれらが順方向参照の必要な
しに順方向にコピーされたかしたために除去されてしま
えば、そのページは再び解放される。そのページを空の
ページのリスト２０上に置くことにより、それは将来割
り当てのために用いることができる。ポインタＮが最高
次の仮想アドレスページを満たすと、空のページのリス
ト上にある仮想アドレスページが、そしてそれらのペー
ジのみがさらなるVASを通つての「通行」において割り
当てのために利用される。
本発明をある程度の特殊性を伴つて説明および例示した
が、上述の過程や手順は例としてのためのみのものであ
つて、本特許請求の範囲によるごとき本発明の精神およ
び範囲から逸脱することなくその組み合わせや配置にお
いて多くの変更をすることが可能であることが当業者に
は理解されよう。
【図面の簡単な説明】
第１ａ図は使用可能なページのリストを示す図、第１ｂ
図はメモリの仮想アドレス空間内の領域を示す図であ
る。 第２ａ図は使用可能なページのリストを示す図、第２ｂ
図は、ブロツクＢ１−Ｂ１３が割り当てられた、仮想ア
ドレス空間内の領域と活動ブロツクの順方向コピーを示
す図である。 第３図は、仮想アドレス空間内の領域のまばらに利用さ
れるページを空にすべくいくつかのブロツクの物理ペー
ジへのコピーを図解する線図である。 符号の説明 １０…仮想メモリ空間、 １１… 〃 のアドレス起点、 ２０…使用可能なページリスト、 ３０…デイスクアウトページ、 ４０…デイスク
フロントページの続き (72)発明者 ドナルド ダブリユ．オツクスリイ アメリカ合衆国テキサス州キヤロルトン, エヌ．サレー ドライブ 2805 (72)発明者 サテイツシユ エム．サツテ アメリカ合衆国テキサス州リチヤードソ ン，エルク グロウブ 1304

Claims (13)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数の仮想アドレスページを含む仮想アド
    レス空間のページ付け要求時にメモリブロックを圧縮す
    る方法であって、 (a)前記仮想メモリ空間のページを指示するために少な
    くとも１つのポインタを定める段階、 (b)使用可能なメモリ空間の先頭のページを連続的に指
    示するように前記ポインタを前進させる段階、 (c)前記前進するポインタにより指示されるページ上の
    次に使用可能な位置から始まる仮想アドレス空間に新し
    く割り当てられるブロックを配置する段階、 (d)ユーザにより参照される以前に割り当てられたブロ
    ックを、前記前進ポインタによって指示される次に使用
    可能な位置に移動させる段階 を含むメモリブロック圧縮方法。
  2. 【請求項２】特許請求の範囲第１項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらに各ページの利用量を追跡
    し、参照されるブロックの配置されているページの利用
    量があらかじめ定められたレベル以下に落ちる場合にの
    み、参照が行なわれるブロックを移動させる前記段階が
    実行されることを含むメモリブロック圧縮方法。
  3. 【請求項３】特許請求の範囲第１項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらにディスクメモリを設け、最
    近割り当てられないか、再割り当てされていないブロッ
    クを含むページを前記ディスクメモリにページアウトす
    ることを含むメモリブロック圧縮方法。
  4. 【請求項４】特許請求の範囲第２項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらにその全てのページが移され
    て利用量がゼロであるページを戻して再びブロックを受
    け入れるべく使用可能にするための手段を設けることを
    含むメモリブロック圧縮方法。
  5. 【請求項５】特許請求の範囲第１項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらに前記段階(d)において該ブ
    ロックが移動される前の位置に順方向ポインタを書き込
    む段階を含み、該順方向ポインタが該ブロックの新しい
    位置を参照するメモリブロック圧縮方法。
  6. 【請求項６】特許請求の範囲第２項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらにまばらに利用されるページ
    からブロックを受け取るページを設けてまばらに利用さ
    れる該ページからブロックを前記設けられたページに移
    動させて前記設けられたページをディスクメモリに移す
    ことを含むメモリブロック圧縮方法。
  7. 【請求項７】特許請求の範囲第１項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらに連想ルックアップテーブル
    を設け、移動されたブロックの識別コードと位置を前記
    テーブルに書き込むことを含むメモリブロック圧縮方
    法。
  8. 【請求項８】特許請求の範囲第７項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、さらに前記連想ルックアップテー
    ブルにおいてそこで識別される各ブロックの参照カウン
    トを保持する手段を設けることを含むメモリブロック圧
    縮方法。
  9. 【請求項９】特許請求の範囲第８項記載のメモリブロッ
    ク圧縮方法において、該連想ルックアップテーブルをそ
    こで識別されるブロックに対する参照の更新をすべく周
    期的にスイープすることを含むメモリブロック圧縮方
    法。
  10. 【請求項１０】特許請求の範囲第１項記載のメモリブロ
    ック圧縮方法において、サイクリックな参照構造を用い
    て仮想アドレスページ内のブロックを特定してそれらを
    割り当て解除することを含むメモリブロック圧縮方法。
  11. 【請求項１１】複数の仮想アドレスページを含む仮想ア
    ドレス空間のページ付け要求時にメモリブロックを圧縮
    する方法であって、 (a)前記仮想メモリ空間のページを指示するために少な
    くとも１つのポインタを定める段階、 (b)使用可能なメモリ空間の先頭のページを連続的に指
    示するように前記ポインタを前進させる段階、 (c)前記前進するポインタにより指示されるページ上の
    次に使用可能な位置から始まる仮想アドレス空間に新し
    く割り当てられるブロックを配置する段階、 (d)ユーザにより参照される以前に割り当てられたブロ
    ックを、前記前進ポインタによって指示される次に使用
    可能な位置に移動させることによって活発に参照される
    ブロックをページに収集し、最近割り当てられないか、
    再割り当てされていないブロック（安定ブロック）と区
    別する段階、 (e)前記安定ブロックを含むページをバックアップメモ
    リへページアウトする段階 を含むメモリブロック圧縮方法。
  12. 【請求項１２】特許請求の範囲第１１項記載のメモリブ
    ロック圧縮方法において、さらに連想ルックアップテー
    ブルを設け、前記設けられたページに移動されるブロッ
    クの識別コードと位置を前記テーブルに書き込むことを
    含む、メモリブロック圧縮方法。
  13. 【請求項１３】特許請求の範囲第１２項記載のメモリブ
    ロック圧縮方法において、さらに前記連想ルックアップ
    テーブルにおいてそこで識別される各ブロックの参照カ
    ウントを保持するための手段を設けることを含む、メモ
    リブロック圧縮方法。
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