JPH10111830A

JPH10111830A - 動的記憶領域管理装置

Info

Publication number: JPH10111830A
Application number: JP26692296A
Authority: JP
Inventors: Akihiko Kato; 昭彦加藤
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1996-10-08
Filing date: 1996-10-08
Publication date: 1998-04-28

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は動的記憶管理装置に関し，応用ソフト
ウェアとは独立したガーベジ・コレクタを構成でき，ア
ルゴリズムの単純化と高速な処理を行うことできること
を目的とする。【解決手段】領域割り当て要求に対しヒープ領域部の中
の未使用領域をリスト形式で保持する自由リスト部を探
索する自由リスト管理部と，自由リスト管理部で要求に
応じられない時駆動され，ヒープ領域部の領域を分割し
て動的領域割り当てを行う未使用領域分割統合管理部
と，未使用領域分割統合管理部により要求に応じられな
いと起動し，未使用領域を自動探索して，使用可能性の
ない領域を回収して自由リストに返すガーベジ・コレク
タ管理部とを備える。ガーベジ・コレクタ管理部により
未使用領域を回収後に，未使用領域分割統合管理部は要
求された領域を探索するよう構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は情報処理装置におけ
る動的記憶領域管理装置に関する。記号処理，数式処
理，複雑な型をもつプログラム言語処理系，オブジェク
ト指向言語処理系，自動論証・論証支援システム，自然
言語処理，オペレーションシステム（ＯＳ），その他の
多数のソフトウェアでは，動的な記憶領域の割り当て
や，ポインタを多数使用している。

【０００２】動的な記憶装置管理にはバディー・システ
ムやガベジ・コレクタ等の技術が知られているが，より
効率の良い動的な記憶領域の割り当てを行うことが望ま
れている。

【０００３】

【従来の技術】

(1) バディー法動的な記憶領域の管理法では，記憶領域割り当てとその
解放が不規則に行われるため，割り当ての源となるヒー
プ領域に細かな領域がたまってしまい，後に大きな領域
割り当て要求が応用プログラムからあった場合に割り当
て可能な総量は十分にあっても要求に答えられなくなる
問題があった。なお，ヒープ領域とは動的記憶割り当て
の対象とする記憶領域を表し，未使用領域と使用領域と
で構成される。ヒープ領域の中の使用領域には，現実に
使用中の領域以外に，応用プログラムにより一旦使用さ
れたが，その後は実際に使用されていない領域が含まれ
ている。また，未使用領域はポインタにより順番に接続
されてリスト形式の自由リストに登録されると自由領域
となる。

【０００４】大きな領域の割り当て要求の問題を改善す
る一つの方法としてバディー法が提案され, 次の文献
(1) に発表されている。文献(1) J.L. Peterson: Buddy System, CACM,Vol.2
0,No.6,pp.421-431,June 1977 バディー法は，大きな領域をある決まった規則でバディ
ー（兄弟，相棒という意味で２つの対を意味する）と呼
ばれる２つの領域に分割し，また分割が必要でなくなっ
た時点で対を構成する２つを統合する方法である。この
方法を使用するバディー記憶管理システムは，応用プロ
グラムから領域割り当て要求が発生すると，ヒープ領域
内の大きな領域を繰り返して分割し，割り当て要求以上
で最小の大きさの領域を応用プログラムに与える。また
応用プログラムから不要になった領域の開放要求があっ
た時は，その開放された領域のバディーが未使用領域と
してヒープ領域内にある限り繰り返してバディーの統合
を行う。このようにして，ヒープ領域内でできる限り大
きな領域を確保する。

【０００５】図２１は従来のバディーシステムの構成を
示す。図２１において，９０は不使用領域を管理する自
由リスト管理部，９１はバディー管理部である。応用プ
ログラムから領域割り当て要求が発生すると，自由リス
ト管理部９０において，自由リストによりその要求に対
応できると割り当て成功を通知するが，自由リストによ
って要求に対応できない場合はバディー管理部９１でよ
り大きい未使用領域を分割することで対応するよう試み
る。それでも対応できない時は割り当て不能になる。

【０００６】バディー法は，領域の分割・統合規則によ
って複数の種類があり主なものを以下に挙げる。バイナ
リー・バディー・システム：領域の大きさが２のべき乗
の形になる方法である。領域の分割・統合が簡単な番地
計算で行えるため非常に高速である。領域の大きさが２
のべき乗に限られているため，空間的に無駄が多くでき
ることがあるが，プログラムの性質により空間効率を落
とさない場合がある。領域の先頭番地を領域の大きさに
よって協会合わせしておき，大きさが３２語で，番地が
ｘｘｘ…ｘ０００００である領域（ｘは０または１）を
１６語からなるバディーに分割しようとすれば，バディ
ーである２つの領域の基板は，ｘｘｘ…ｘ０００００と
ｘｘｘ…ｘ１００００となることが分かる。

【０００７】フィナボッチ・バディー・システム，拡張
フィナボッチ・バディー・システム：領域の大きさがフ
ィナボッチ数列の形，すなわち，領域の大きさをＬ_n，
Ｌ_n- ₁，Ｌ_n-2とした時，Ｌ_n＝Ｌ_n-1＋Ｌ_n-2 という規則であるものを，フィナボッチ・バディー・シ
ステムという。この規則により，大きさＬ_n-1の領域
と，Ｌ_n-2の大きさの領域からなるバディーを統合して
大きさＬ_nの領域を作れる。例えば，Ｌ_n-1＝１Ｋバイ
ト，Ｌ_n-2＝２ＫバイトのバディーからＬ_n-1＋Ｌ_n-2
＝Ｌ_n＝３Ｋバイトの領域が作成される。

【０００８】さらに，Ｌ_n＝Ｌ_n-1＋Ｌ_n-k（但し，ｋ
＜ｎ）の形の規則であるものを_,拡張フィナボッチ・バ
ディー・システムと呼ぶ。上記のバディー・システムに
は，応用プログラムから不要になった領域を明示的に開
放することを前提にしている。しかし，この明示的な開
放が不利，または実際上不可能なソフトウェアも多数存
在し，年々その必要性が増えている。

【０００９】一方，動的記憶管理において，不要になっ
た領域を，応用プログラムが明示的に開放するのではな
く，自動的に判別・回収する装置をガーベジ・コレクタ
ー装置（以下，ＧＣと略称する場合もある）と呼ばれ
る。これは，多数の動的な記憶領域を必要とするソフト
ウェアの中で明示的な開放が不利，または実際上不可能
なものに使用される。例えば，割り当てられた多数の領
域がポインターで複雑につながれている場合などがその
例である。ところが，このガーベジ・コレクターの問題
点として，通常，応用プログラムと密接に情報交換をし
なければならない。例えば，応用プログラムがどこに領
域を指すポインタを持っているかを常に知らなければな
らない。そのため，ＧＣは通常，それを必要とする応用
プログラムに最初から組み込みの形で作成することにな
る。しかし，ソフトウェア作成と同時にＧＣを組み込む
困難に加えて，更にもともと動的記憶管理はエラー発見
するのが困難なソフトウェアであるため，全体の作成効
率，信頼性を挙げるために非常な労力が必要であった。

【００１０】その問題を解決するため，ＢＯＥＭらが，
コンサーバティブ・ガーベジ・コレクタ（ＣＧＣと略称
される）と呼ばれるＧＣを提案した。これに関し，次の
文献(2),(3) が存在する。

【００１１】文献(2) H-J.Boehm:Garbage Collection i
n an Uncooperative Environment,Software -Practice
and Experience,Vol.18(9),pp.807-920,Sep.1988 文献(3) 小野寺民他: 保守的ごみ集め, 情報処理,Vol.3
5,No.11,PP.1020-1026,Nov.1994 コンサーバティブ・ガーベジ・コレクタ法このＧＣＧの方法では，ＧＣを応用プログラムと独立
に，且つ相互情報交換を最小限度にして作成できるた
め，上で述べたソフトウェア作成効率や信頼性の問題を
解決するのみならず，ＧＣを仮定していないソフトウェ
アに対して最小限の変更で後からＧＣを組み込むことを
可能にする。これは従来のＧＣでは殆ど不可能であっ
た。特にＣ言語のように広く使用されているがＧＣを組
み込むことが困難である言語に対して，言語処理系を変
えることなく，ライブラリの形でＧＣを組み込むことが
できるという性質を持ち，応用プログラムから独立した
ＧＣを作成する場合の有望な方法である。

【００１２】ＧＣＧ方式は，スタック領域やプログラム
のデータ領域，及びヒープ領域自身など，ポインタのあ
る可能性のある部分を走査し，ヒープ領域内の正当な領
域を指しているポインタのビットパターンを持つ語をポ
インタとみなすポインタ推定装置を組み込むことであ
る。そして，そのポインタ（ポインタと見なすものを含
む）を次々と追跡することによって，直接，間接に使用
中の領域すべてを洗い出す。その結果，残りの領域が未
使用領域であることを判別して回収する方式である。

【００１３】この方式の重要な点は，例えば数値データ
でたまたま正当なポインタと同じビットパターンが現れ
た場合でも，ポインタとみなすことであり，これにより
安全に動作させることができる。通常，この安全弁によ
る損失は非常に小さいので，ＣＧＣによる有利さが損な
われることはない。

【００１４】ファースト・フィット法この方法は，未使用領域を長さに関わりなく一つの自由
リストに番地の順につなげておき，応用プログラムから
の領域割り当て要求が発生した時，自由リストの先頭か
らの自由領域を探索して，要求された大きさ以上である
ような最初に発見された自由領域から必要分だけ切り出
す方法である。ただし，連続した番地の自由領域は一つ
に結合してから自由リストに登録する。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】上記コンサーバティブ
・ガーベジ・コレクタ（ＣＧＣ）は，基本的にポインタ
を書き換えることができないので，複写方式等は使用で
きない（限定的なポインタを書き換えることが可能な方
式も研究されているが，全体的に行うことができな
い）。そのため，データ構造等に工夫が必要である。

【００１６】上記のＣＧＣの提案者であるＢＯＥＭは，
そのために４Ｋバイトの固定長領域を割り当てる領域管
理部分とその領域から可変長小領域を割り当てる領域管
理部分からなる二重構造の領域管理装置を提案してい
る。

【００１７】しかし，これによりアルゴリズムが複雑に
なる。そのため例えば，ＢＯＥＭのＣＧＣでは，４Ｋバ
イト領域内はすべて同じ種類の小領域を置くよう設計さ
れているため，一つしか使用されない数バイト，数十バ
イト程度の小領域の要求に対しても４Ｋバイト分使用し
てしまうという問題がある。

【００１８】また，アルゴリズムの複雑さに関する問題
は，正当なポインタを識別する際に，被参照領域の範囲
をできる限り狭めようとするために，ある番地が正当な
領域の先頭であるかどうかを細かく計算している点であ
る。また，一般に記憶領域管理装置は制御情報が破壊さ
れると破壊的な障害が起こるため，万一障害があった場
合に自己検査部が必要になるという問題があった。

【００１９】更に，上記したファースト・フィット法
は，自由リストの探索時間が必要なため，領域割り当て
と回収に時間がかかるという問題があった。本発明は応
用ソフトウェアとは独立したガーベジ・コレクタを構成
でき，アルゴリズムの単純化と高速な処理が可能な動的
記憶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】図１は本発明の第１の原
理構成図，図２は簡易型ポインタ推定装置の原理説明
図，図３は強化型ポインタ推定装置の原理説明図，図４
は本発明の第２の原理構成図である。

【００２１】図１において，１はリスト形式で登録され
た未使用領域を管理する自由リスト管理部，２は従来の
バディーシステムに対応する未使用領域を予め定められ
た規則に従って分割・統合する未使用領域分割統合管理
部，３はヒープ領域の未使用領域を自動探索・回収する
ガーベジ・コレクタ（ＧＣで表示）管理部である。

【００２２】第１の原理構成では，応用ソフトウェア等
からの領域割り当て要求が発生した時に自由リスト管理
部１によりその要求に対応できない場合，未使用領域分
割統合管理部２が起動する。この未使用領域分割統合管
理部２においてその要求に対し割り当てのための分割・
統合の処理を行うが，対応することができないとＧＣ管
理部３が起動し，使用する可能性のない領域を自動的に
探索・回収する。これにより，領域割り当て失敗の可能
性を低くすることができると共に，既存のバディーシス
テム装置では不要になった領域の明示的な開放が必須で
あったのに対し，本発明では開放が自動的に行われるの
で明示は不要になる。但し，明示的開放を禁止するもの
ではない。

【００２３】また，この構成では，ＧＣ管理部３におけ
るガーベジ・コレクタの実行後，回収された領域は未使
用領域分割統合管理部２による統合を行わず（統合抑制
という），直接自由リストに返す。これにより多量領域
を統合する時間による応用プログラムの一時中断時間の
増加を抑えることができる。応用プログラムから自由リ
ストにない大きさの領域の要求があるとき，既存のバデ
ィー・システムでは大きな未使用領域を分割することで
対応するが，図１の本発明の構成では更に，統合抑制さ
れた小さい未使用領域を統合（局所統合という）するこ
とで要求に応じるよう動作する。

【００２４】図２において，５ａは簡易型のポインタ推
定装置であり，図１のＧＣ管理部で使用され，応用プロ
グラムのデータ領域を走査してヒープ領域を指している
ポインタ（使用している領域のポインタ）を推定する機
能を備え，これにより記憶領域の中の使用領域を推定
し，更にその結果に基づいて未使用領域の探索や，ヒー
プ領域の検査に利用される。但し，このポインタ推定装
置を使用するには，予め特定のビットパターンを被参照
領域識別パターンとして領域の先頭の部分（制御情報フ
ィールド）に設定しておく。図２の６はポインタ・デー
タまたはポインタ・データの可能性を持つ応用プログラ
ム中の参照データ，７は参照データ６のポインタによっ
て参照される可能性のある領域の先頭を表す被参照デー
タであり，領域の先頭の直前に定められた長さの制御情
報フィールドが設けられ，被参照領域識別パターン７ａ
が書き込まれている。この被参照データ７の領域が消滅
した場合，例えば活動を停止し，他の別領域の中間部分
として再利用される場合等ではその領域識別パターンは
削除される。

【００２５】簡易型のポインタ推定装置５ａは，参照デ
ータ６内のビットパターンをポインタとみなした時，そ
の参照先である被参照データ７の直前のある定まった位
置に被参照領域識別パターン７ａが存在していることを
検査する。この状態をチェックすることにより簡易型の
ポインタ推定装置５ａは参照データ６が領域の先頭を示
すポインタであり且つ被参照データ７がその参照される
領域の先頭であるという２つのことを同時に推定する。
なお，ここでいうポインタという用語には，大きな領域
の先頭でない内部へのポインタを含まない。なお，従来
のコンサーバティブ・ＧＣに組み込まれているポインタ
推定装置は，番地計算や表管理等によって被参照領域で
あることが確定しているものとして，参照データ６のみ
を検査しているが，本発明では両方を同時に検査する。

【００２６】図３において，５ｂは強化型のポインタ推
定装置であり，６，７は上記図２の同じ符号と同様であ
り説明を省略する。この強化型のポインタ推定装置５ｂ
も上記図２と同様の目的に使用され，同様の原理で動作
するが，簡易型のポインタ推定装置５ａの誤認識をでき
るだけ防ぐためより強力な検査を行う。すなわち，被参
照領域の直前部分を被参照領域識別パターンと長さ情報
を含む制御情報フィールドであるとみなし，領域の長さ
からその領域の直後の位置を計算し，そこがヒープ領域
の直後の部分であるか，または次の領域の制御情報部と
して被参照領域識別パターンがあるかどうかを検査する
ことにより正当な被参照領域であると推定する。図３の
例では，領域の直後が次の領域の制御情報である場合を
示す。

【００２７】次に本発明の第２の原理構成を示す図４に
おいて，８はファーストフィット法により自由リスト管
理部，３は上記図１の３と同じＧＣ管理部である。この
第２の原理では上記従来例の一つとして挙げたファース
トフィット法は，ガーベジ・コレクタ（ＧＣ）を仮定し
ない動的記憶管理方式として使用されるが，本発明によ
るポインタ推定装置によりＧＣとを結合することが可能
となる。上記第１の原理構成に比べて領域割り当てと回
収に時間がかかるが，簡素な構成となり，ＧＣの時間に
あまり影響を与えない。図４の場合も，ファーストフィ
ット法による自由リスト管理部８で領域割り当て要求を
受け取ると自由リストからの割り当てを試みて，失敗す
るとＧＣ管理部３を起動する。

【００２８】

【発明の実施の形態】図５は実施例１の構成図である。
この実施例１は上記図１に示す本発明の第１の原理構成
に対応する。

【００２９】図５において，１〜３は上記図１の同一符
号に対応し，１は自由リストを管理する自由リスト管理
部，２はバディー管理部（図１の未使用領域分割統合管
理部２に対応），３はＧＣ管理部であり，４はヒープ領
域部である。バディー管理部２の中の２０はバディー分
割部，２１はバディー統合部，２２はバディー局所統合
部である。また，ＧＣ管理部３において，３０はポイン
タ推定装置，３１は自己検査部，３２はＧＣ部である。
ＧＣ部３２の中の３２０は未使用領域探索部（またはマ
ーク部という），３２１は未使用領域回収部（または掃
き出し部という），３２２は領域の各単位領域に対応し
て１ビットが設けられ，使用時にマーク（“１”にす
る）されるマークビット・テーブルである。

【００３０】バディー管理部２とＧＣ管理部３を統合す
るために，バディー管理部２のバディー局所統合部２
２，ＧＣ管理部３のポインタ推定装置３０，自己検査部
３１，未使用領域探索部３２０，未使用領域回収部３２
１，及びヒープ領域部４が変更または追加された部分で
ある。

【００３１】この実施例では，システムが提供する可能
な領域の大きさが式(1) のようになっているものとす
る。但し，領域の大きさの規則は，ある自然数定数ｋ
（０＜ｋ＜ｎ）とはじめのｋ個の領域の大きさが式(2)
と定められていて，式(3) になっているものとする。す
なわち，上記従来の技術で説明した拡張フィナボッチシ
ステムとする。なお，この説明ではｋをバディレベルと
呼ぶ。

【００３２】Ｌ₁＜Ｌ₂＜…＜Ｌ_N (1) Ｌ₁＜Ｌ₂＜…＜Ｌ_k (2) Ｌ_n＝Ｌ_n-k＋Ｌ_n-1（ｋ＜ｎ） (3) このシステムでは，大きさＬ_n（ｋ＜ｎ）の領域は，大
きさＬ_n-kとＬ_n-1の２つの領域，すなわちバディーに
分割され，また逆操作により統合される。他の種類のバ
ディーシステムでも本発明は適用可能である。また，Ｌ
の添え字は，大きさの種類を表す番号であって，これを
サイズ・インデックスと呼び，ｎは最大のサイズ・イン
デックスである。

【００３３】上記図５に示す実施例１を構成する各部に
ついて以下に説明する。自由リスト図６は自由リストの構造を示す。この自由リストは，図
５の自由リスト管理部１により管理される。

【００３４】図６において，１００は自由リスト（使用
していない領域のリスト）の根を表し，数字１，２，３
…で表し，１０１はサイズ・インデックス（上記のＬの
添え字）毎にそれに対応するサイズの自由領域を二重ポ
インタでリンクしている。各領域について制御情報フィ
ールド１０１に加えて，利用者使用分の先頭２語１０
２，１０３をポインタとして利用するので，領域のサイ
ズは最低３語必要であり，図の例ではサイズ・インデッ
クス１の領域がその最低の３語の場合を示す。先頭２語
の中の最初の語１０２は，次に接続する領域の制御情報
フィールドのポインタ，次の語１０３は，元の領域の制
御情報フィールドのポインタである。この構造により，
ポインタの付け換えが可能となる。バディー分割の時の
制御のためには，各サイズ・インデックスｎに対するＬ
ｎを表す配列を更に用意しておく。

【００３５】図７はサイズ・インデックスとサイズ対応
の例（１語＝４バイトの例）を示し，Ａ．はフィボナッ
チ数列の例で，Ｂ．は拡張フィボナッチ数列の例であ
る。それぞれＬのサイズ・インデックスの領域の大きさ
は上記した関係を備えていることが分かる。

【００３６】ヒープ領域図８はヒープ領域の構成を示す。ヒープ領域は，複数の
領域に分割されており，その中で応用プログラムに使用
されていない自由領域は自由リスト管理部で管理されて
いる。各領域の先頭のＡ，Ｄ，Ｍ，Ｓ，Ｒ，Ｏの部分は
領域制御情報が格納された制御情報フィールドである。
その後の部分は応用プログラムが使用する利用者領域で
ある。

【００３７】制御情報は次の(1) 〜(6) で構成される。 (1) 割り当て情報ビットＡ：この領域が応用プログラム
に現在割り当てられている（＝１）か，未使用であるか
（＝０）を表すビットである。

【００３８】(2) 方向ビットＤ：対を成す２つのバディ
ーの左側（番地の小さい方）であるか（＝０），右側
（番地の大きい方）であるか（＝１）であるかを示すビ
ットである。

【００３９】(3) メモリ・ビットＭ：親領域の方向ビッ
ト（当該領域の親のバディーが右側か左側か），または
メモリ・ビットを記憶するビットである。すなわち，当
該領域が或る親領域を分割した時の左バディーだった場
合，親領域の方向ビットの内容を記憶し，右バディーで
あった場合は親領域のメモリ・ビットを記憶する。この
Ｍは，領域を分割すると親領域の制御情報が左バディー
の制御情報に重ね書き込まれ，消されてしまうため，将
来の統合のために方向情報を記憶するものであり，この
仕組みは後述する図９に示す。

【００４０】(4) サイズ・インデックスＳ：これは領域
の大きさをサイズ・インデックスの形で示す。 (5) 被参照識別パターンＲ：領域先頭を表す予め決めら
れたビットパターンを設定する。

【００４１】(6) その他の制御情報Ｏ：上記した以外の
制御情報が必要な時にＯ（オプション）フィールドを設
定して使用する。有効なものとして，この領域にポイン
タを含む可能性があるかないかを示すビットを設定し
て，応用プログラムに指定させる方法がある。もし，こ
の領域にポインタが存在しないことが予め分かっていれ
ば，ガーベジ・コレクタが起動した時，この領域からの
ポインタ追跡を停止することで実行効率を上げることが
できる。他に統計情報が必要な時にこのフィールドを使
用することができる。

【００４２】バディー管理部図９はバディー管理部の領域分割・統合の機能説明図で
ある。図９において，は親領域（または統合領域），
，は親領域を分割した２つのバディー領域を表し，
は左バディー，は右バディーである。各領域の制御
情報Ａ，Ｄ，Ｍ，Ｓ，Ｒ，Ｏの意味は図８について記述
したとうりである。

【００４３】バディー管理部（図５の２）は，バディー
分割部２０，バディー統合部２１及びバディー局所統合
部２２とからなり，バディー分割部２０は自由リストの
中から，領域を取り外し，バディーに分割する。分割は
親領域の制御情報から，左右バディー，の制御情
報を求め，左バディーの制御情報は親領域の制御情報位
置に重ね書きし，更に右バディーの先頭位置に右バディ
ーの制御情報を図に示すように書き込めばよい。この分
割は，必要があれば更に繰り返して行うことができる。
分割された領域は，自由リストに返すか，または応用プ
ログラムへ渡す。

【００４４】バディー統合部（図５の２１）は，自由リ
ストの中から指定された領域のバディーが自由領域にあ
るかどうかを検査する。あれば，それらを自由リストか
ら外し，バディーを統合して大きな領域にする。

【００４５】統合方法は，左右バディー（例えば，図９
の，）の制御情報から親の制御情報を求め，左バデ
ィーの制御情報位置に親バディーの制御情報を書き込
み，右バディーの制御情報を消去することで行う。この
時，少なくとも被領域識別パターンを削除する。これを
更に繰り返し，最終統合領域は自由リストへ返す。

【００４６】この実施例ではＧＣはバディー統合を行わ
ずに領域を自由リストに回収するので，そのため更にバ
ディー局所統合部（図５の２２）を備えている。このバ
ディー局所統合部は，統合抑制されていた未使用領域を
一部統合することで要求された大きさの領域を構成する
ことを試みる。

【００４７】バディー局所統合部は複数の方式がある
が，その例を以下に説明する。 (1) ＧＣが起動した場合，回収にあたってバディー統合
を抑制するようＧＣへ指示する。

【００４８】(2) 応用プログラムからの領域割り当て要
求があって，その大きさに対応する自由リストが空であ
った場合は，バディー分割部に制御を移す前に，要求さ
れた大きさより小さい領域の自由リストを走査し，可能
な限り統合を試み，その結果要求を満たす領域が生成で
きたらそこで成功とする。

【００４９】(3) ＧＣが起動したにもかかわらず，要求
された大きさの領域が確保できなかった場合は，(2) と
同様に小さい領域から統合を試みる。局所統合のために
は，局所統合用の自由リストエントリーのための配列を
用意する。これは，局所統合が成功した中間結果の領域
を蓄えておき，まだ局所統合が試みられていない領域と
区別しておくためである。局所統合が終了した時，この
リストに置いてある領域は，当初の目的に使われなかっ
たものの局所統合の副産物として統合された領域であ
り，後に使用できるよう通常の自由領域・リストに移さ
れる。

【００５０】他の局所統合の方式として，次の例が考え
られる。 (a) ＧＣが起動される場合，全ての場合に統合抑制を行
うのでなく，適当な大きさ以下の領域が要求された場合
のみ統合抑制を行う。

【００５１】(b) 自由リストが空の場合，上記の(2) の
代わりに，バディー分割をまず行い，それが失敗した場
合に局所統合を行う。 (c) 局所統合でなく，可能な限り全てのバディー統合を
行う。

【００５２】(d) 局所統合のタイミングを応用プログラ
ムから指示できるようにする。ポインタ推定装置ポインタ推定装置（図５の３０）は，応用プログラムか
ら何の情報も得ずにポインタをたぐるため等多目的に使
用され，図２，図３にそれぞれ原理構成を示す簡易型と
強化型がある。両方とも同じ目的に使用するので，この
実施例１ではどちらを使用してもよい。

【００５３】ポインタ推定装置の機能の説明参照領域（応用プログラム内）の参照データにより参照
された被参照領域の制御フィールドに被参照領域識別パ
ターンが設定されていると，ポインタ遭遇が起きたと称
する。なお，中に組み込むポインタ推定装置用の被参照
領域識別パターンを決定して，各ヒープ領域の先頭の制
御情報フィールドに設定しておかなければならない。こ
のパターンは通常発生しないであろうパターンを随意に
選ぶことができるが，できるだけ乱数によって生成する
か，典型的な応用プログラムに対してビット・パターン
出現頻度を測定するプログラムを別に用意し，予めデー
タとして出現頻度の少ないパターンを調べることにより
決定する。

【００５４】ポインタ遭遇が起こった場合は，以下のＡ
１，Ａ２の両方の事態が起こったことが，後述するわず
かな誤認識の可能性を除いて推定できる。但し，参照デ
ータ６，被参照データ７は上記図２，図３に示す各デー
タを意味する。

【００５５】条件ＡＡ１参照データ６の内容がポインタである。Ａ２被参照データ７は正当な被参照領域の先頭であ
る。

【００５６】逆にポインタ遭遇に失敗した場合，すなわ
ち参照データ６をポインタと見なした時，その参照先の
直前に被参照領域識別パターンがなかった場合は，以下
の条件Ｂ１，Ｂ２のどちらか片方または両方が起こった
ことが確実に分かる。

【００５７】条件ＢＢ１参照データ６がポインタ・データとして不当であ
った。これには以下の２つの場合が考えられる。

【００５８】Ｂ１１参照データ６がそもそもポインタ
・データでなかった。Ｂ１２参照データ６はポインタ・データであるがその
値が正当でなかった。

【００５９】Ｂ２被参照領域識別パターンが何らかの
異常な事態によって破壊されていた。ただし詳細には，
参照データ６のビットパターンがＮＵＬＬポインタの形
をしている場合は，何も参照してないが正当なポインタ
とみなす。更にポインタ推定装置は検査において，参照
データ６をポインタと見なした場合，その値がＯＳによ
ってアクセスが禁止されている番地であると，被参照デ
ータを参照せずにポインタとして不当とする（但し，ヒ
ープ領域内線の番地を指しているようなポインタだけを
扱うので，この場合は自動的に除外される）。また，Ｏ
Ｓや機械のアーキテクチャによってはより多くのチェッ
クを予め行うことができる。例えば，ポインタは必ず４
バイト境界の語に位置していることが決まっているな
ら，これをチェックして不当とする。ポインタ遭遇が起
こっているにも係わらず，参照データ６が正当なポイン
タであるとする推定が誤っている場合があり得る。これ
は以下の条件Ｃの２つの条件Ｃ１，Ｃ２が同時に起こっ
た場合である。

【００６０】条件ＣＣ１参照データ６はポインタとして不当（ポインタで
ないか，ポインタであるがその値が不当）であるが，あ
たかも正当なポインタであるかのようなビットパターン
が出現している。

【００６１】Ｃ２参照データ６をポインタとして見な
した時の参照先，すなわち被参照データ７の直前にたま
たま被参照領域識別パターンと同じビットパターンが表
れている。これは以下の２つの場合のどちらかである。

【００６２】Ｃ２１被参照データ７は正当な被参照領
域である。すなわち，参照データ６は不当（例えは，単
なる数値データ）であったにも係わらず，ビット・パタ
ーンとして正当な参照先を指している。

【００６３】Ｃ２２被参照データは正当な被参照領域
の先頭ではないにも係わらず，直前に被参照領域識別パ
ターンと同じビット・パターンがたまたま生じている。
同時に２つの条件Ｃ１，Ｃ２が起こる可能性は低いの
で，誤認識が起こる頻度は実用上問題ないほどに抑える
ことができる。この誤認識は，以下の方法で無害化され
る。

【００６４】無害化１被参照領域識別パターン・フィ
ールドをできるだけ大きくとる。無害化２被参照領域識別パターンが，他の記憶領域で
できるだけ出現しないものを選ぶ。

【００６５】無害化３もし誤認識が起こった場合にも
安全に動作するよう全体設計を行う。無害化１はあまり大きなパターンを設定すると空間効率
が非常に悪くなるので制限されるが，無害化３を必ず行
うことが必要とされ，実施例１でも後述するように行っ
ている。

【００６６】既存のコンサーバティブ・ＧＣに組み込ま
れているポインタ推定装置は，被参照データが領域の先
頭であることを別処理の番地計算や表管理等で確定して
いるが，本発明のポインタ推定装置は同時に両方（番地
計算と表管理）を行うので，誤動作の確立はわずかに高
くなる（条件Ｃ１とＣ２２の組み合わせの可能性が生じ
るため）が，時間効率が高く，参照，被参照の両方を同
時に検査するために種々の目的に応用可能である。

【００６７】また，実施例１の領域管理装置では，時間
をかければ領域の先頭であるべき番地が全て洗い出せる
ので，後述するＧＣによる回収率が極端に悪くなる等の
異常状態において利用者からの指示により領域先頭位置
以外に被参照領域識別パターンが現れているかどうかを
自己検査できる（図５の自己検査部３１で実行）。これ
により，被参照領域に対する誤認識（上記のＣ２２の条
件による）が起こり得る場所を特定できる。また，ある
べき被参照領域識別パターンが破壊された状態（上記の
Ｂ２の場合），すなわち制御情報フィールドが破壊され
る障害も自己検査可能である。

【００６８】また，環境によっては特殊な場合に誤認識
が起こりやすいことがあるので，それを除外するように
構成する。例えば，被参照領域識別パターンを書き込む
という記憶管理装置自身のプログラムコード，または定
数領域には，この被参照領域パターンが存在しているの
で，ポインタ推定の際にはその場合を取り除く必要があ
る。但し，実施例１では検査領域の対象がヒープ領域に
限られるので，自動的に除かれている。

【００６９】ポインタ推定装置は，種々の状況を検査で
き，以下にその状況を示す。但し，以下で「推定」と呼
ぶのは上記の条件Ｃによる誤認識の可能性を除いて正し
いという意味を持つ。

【００７０】(1) 参照データ，被参照データ共に何の情
報も知られていない場合。ポインタ遭遇が起こった場合は，上記条件Ａの両方が起
こったことが推定される。ポインタ遭遇に失敗した場合
は条件Ｂの少なくとも一つが起こったことが確定する。

【００７１】(2) 正当な領域の被参照領域識別パターン
が破壊されるような異常事態（上記Ｂ２）が発生してい
ないと仮定できる場合。ポインタ遭遇が起こった場合は，条件Ａ１が推定され
る。ポインタ遭遇に失敗した場合は条件Ｂ１１またはＢ
１２のどちらかが起こったことが分かる。

【００７２】(3) 参照データがポインタ・データである
ことが知られている場合。ポインタ遭遇が起こった場合はＡ１であることが推定さ
れる。ポインタ遭遇に失敗した場合は，Ｂ１２またはＢ
２が起こったことが分かる。もし，被参照領域識別パタ
ーンが破壊されるような異常事態（Ｂ２）が起こってい
ないと仮定できると，ポインタの値が不当であった（Ｂ
１１）と結論できる。

【００７３】(4) 参照データがポインタ・データであっ
て，その値も正当なものであることが分かっている場
合。この場合はポインタ遭遇は起こるべきである。もしポイ
ンタ遭遇に失敗すると，被参照データに異常が発生した
（Ｂ２）ことが確実である。

【００７４】ポインタ推定装置は以上の性質を持つた
め，多目的に利用可能である。実際，この実施例１で
は，後述するＧＣ部の未使用領域回収部（図５の３２
１）において，前回のＧＣ時に制御領域の破壊に関する
検査が行われるので上記(2) の前提を仮定することがで
き，後述するＧＣ部の未使用領域探索部（図５の３２
０）において正当なポインタと推定されるものを使って
使用中と推定される領域を全て洗い出す。また，自己検
査部（図５の３１）では利用者や応用プログラムからの
指示により上の状況に対応する種々の検査を行って異常
が生じた場合に警告を発生する。

【００７５】簡易型のポインタ推定装置図１０は簡易型のポインタ推定装置の処理フローであ
り，上記図２に示す原理構成のポインタ推定装置５ａに
対応し，上記に説明した各条件が考慮され，高速処理が
可能となっている。最初に入力として，参照領域（応用
プログラム内の参照データ）の内容をあたかもポインタ
とみなした値（Ｐｔｒで表す）が供給されると，図２の
ポインタ推定装置５ａにおける参照データ６から参照デ
ータ識別を行う機構である参照領域検証部において，ポ
インタＰｔｒがＮＵＬＬか識別し（図１０のＳ１），Ｎ
ＵＬＬの場合は失敗としてポインタ遭遇に成功しないと
いう出力を発生するが，該当しないとＰｔｒの下位２ビ
ットが０か判別する（同Ｓ２）。この場合，ポインタが
常に４バイト境界（４バイト単位で区切られる）に設定
されるアーキテクチャーであることを前提とする。該当
しないと失敗となるが，該当すると，Ｐｔｒはヒープ領
域内を参照するか判別する（同Ｓ３）。

【００７６】ヒープ領域内を参照しないと失敗である
が，参照している場合は次に被参照領域検証部（図２の
ポインタ推定装置５ａにおける被参照データ識別を行う
機構である被参照領域検証部による動作が開始される。
ここで，Ｃの値として（Ｐｔｒ−制御領域のサイズ）と
なる位置のメモリ内容を設定し，ＰとしてＣを制御領域
とみなした場合の被参照領域識別パターン・フィールド
の値を設定する（図１０のＳ４）。すなわち，被参照領
域のＰｔｒの先頭の制御領域の位置に格納されたパター
ンをＰに設定する。次にこのＰの内容が被参照領域識別
パターン（予め定められたビットパターン）と一致する
か判別し（同Ｓ５），一致しないと失敗であるが，一致
するとポインタ遭遇に成功したとして出力する。

【００７７】強化型のポインタ推定装置強化型のポインタ推定装置は，上記図３の５ｂに対応
し，簡易型と同じ目的で使用するが，上記のＣ２２の条
件により誤認識を防ぐためヒープ領域の構造を使って強
力な検査を行う。

【００７８】従って，通常は簡易型のポインタ推定装置
を用い，上記Ｃ２２による障害の可能性がある場合に強
化型に切替えて使用する。または，ポインタ推定と同時
にＣ２２による障害が起こっているかどうかを検査する
ために使用することもできる。

【００７９】強化型のポインタ推定装置は，ポインタ遭
遇の検査において，簡易型の検査に加えて，被参照デー
タの直後の部分を制御フィールドであるとみなし，そこ
から領域の長さ情報を得て，領域の直後の位置を算出す
る。もしその位置がヒープ領域の直後の位置か，または
次の領域の被参照領域識別パターンが存在する場合に初
めて遭遇が起こったと判断する。もし，被参照データの
直前が制御情報として有りえないビットパターンであっ
た場合にはポインタ遭遇は失敗とする。長さ情報は，図
５〜図７に説明したサイズ・インデックスである。ヒー
プ領域の最後の領域に対する場合，分割の手間を避ける
ためにヒープ領域の最後の位置に番兵としてダミーの被
参照領域識別パターンを置くことが望ましい。この場
合，簡易型のポインタ推定装置においてこのダミーのサ
イズ・インデックスを０とすることによりダミーを識別
し，ダミーがポインタ推定の誤認識の原因にならないよ
うにする。

【００８０】この検査は，各領域の先頭には被参照領
域識別パターンと長さ情報を含む制御情報があり，領
域は連続して存在する，という２つの条件を前提として
いたため，より特殊な場合のみしか使用できないが，そ
の分強い検査が可能である。条件はバディー・システ
ムでは自動的に成り立つ。

【００８１】図１１は強化型のポインタ推定装置の処理
フローであり，上記に説明した機能を実現するものであ
る。最初に上記図１０の簡易型のポインタ推定装置のＳ
１〜Ｓ３と同様の処理を参照領域検証部において実行す
る。これに続いて，被参照領域検証部において，Ｃの値
として（Ｐｔｒ−制御領域のサイズ）となる位置のメモ
リ内容を設定し，ＰとしてＣを制御領域とみなした場合
の被参照領域識別パターン・フィールドの値を設定し，
更にＳとして上記Ｃを制御領域と見做した場合のサイズ
・インデックス内容を設定する（図１１のＳ４）。続い
てＰの内容が被参照領域識別パターンと一致するか判別
し（図１１のＳ５），一致しているとＳの値が最大のサ
イズ・インデックス以下で且つ１以上かを判別する（同
Ｓ６）。該当しない場合は失敗となるが，該当するとＮ
ＥＸＴとしてＣの番地にＳに対応するサイズを加えた番
地を設定する（同Ｓ７）。

【００８２】次にＮＥＸＴがヒープ領域最後の直後の位
置と一致するか，それより前，または後を判別し（同Ｓ
８），一致すると成功の出力を発生する。ＮＥＸＴの方
が大きい場合は失敗して，同時にＣ２２状態遭遇の警告
を発生する。ＮＥＸＴの方が小さい場合（ヒープ領域最
後の直後の位置より前の場合），Ｃ’としてＮＥＸＴ番
地の内容を設定し，Ｐ’としてＣ’を制御領域とみなし
た場合の被参照領域識別パターン・フィールドの値を設
定する（同Ｓ９）。続いて，Ｐ’のデータが被参照領域
識別パターンと一致するか判別し（同Ｓ１０），一致す
れば成功とし，一致しないと失敗として同時にＣ２２状
態遭遇の警告を発生する。

【００８３】ガーベジ・コレクタ（ＧＣ）部ガーベジ・コレクタ（ＧＣ）部（図５の３２）は，応用
プログラムからの領域割り当て要求が，バディー管理部
（図５の２）によって応じることができなかった場合，
本発明の動的記憶領域管理装置はＧＣ部を起動して，未
使用領域回収を試みる。この実施例のＧＣ部はＣＧＣ
（コンサーバティブＧＣ）の方式を用いる。

【００８４】ＧＣはマークビット・テーブル３２２（図
５）を使用し，まず未使用領域探索部３２０が動作し，
次に未使用領域回収部３２１が動く。ＧＣ（未使用領域
の回収）が終了した時は，マークビット・テーブル３２
２をクリアしておく。未使用領域探索部３２０では通常
簡易型のポインタ推定装置を使用するが，ＧＣに失敗し
た場合には，強化型ポインタ推定装置に切替えてＧＣの
再起動を試みる。

【００８５】図１２はマークビット・テーブル（図５の
３２２）の説明図である。これは，応用プログラムによ
って使用中の領域に印をつけるためのビットテーブルで
あり，ヒープ領域内のマーク単位となる大きさの最小単
位に対し番地計算により対応する１ビットを使用する。
領域の制御領域の語に対応するマークビットのみ意味が
ある。ＧＣが起動されない時はこのテーブルは使用せ
ず，ゼロクリアされている。このマークビット・テーブ
ルは，安全に動作させるため，全ての領域の外に置き，
領域内の制御情報には含めない。

【００８６】未使用領域探索部（マーク部）未使用領域探索部（図５の３２０）は，応用プログラム
からヒープ領域へ直接，間接に参照している領域を全て
洗い出し，図１２に示すマークビット・テーブルの対応
するマークビットを１にセットする部分である。まず，
応用プログラムが領域要求をした時点での実行スタック
内と，応用プログラムのデータ領域を走査し，ポインタ
推定装置によってヒープ領域の正当な領域を指している
ポインタがあったら，その指している領域に対応するマ
ークビットを１にセットする。また，ヒープ領域内のポ
インタにより間接的に参照している領域も同じ様にポイ
ンタ推定装置により全てマークする。

【００８７】図１３はマークビット・テーブルへのマー
キングの概念図である。上記未使用領域探索部について
説明したように，ヒープ領域４０には多数の異なる長さ
の領域４１ａ〜４１ｆが設けられ，実行スタック４２ま
たはデータ領域４３からヒープ領域のポインタを指示す
ると，ポインタ遭遇のリンクが届いたことに相当し，そ
の場合には該当する領域に対応するマークビット・テー
ブルのビットがマークされる（図１３中では「＊」の符
号で表す）。図１３の例では領域４１ａ，４１ｄはリン
クが届いているのでマークされ，領域４１ｂ，４１ｃは
マークされた領域のデータのポインタ遭遇のリンクが届
いており，間接的に指示されているのでマークされる。
４１ｅ，４１ｆはポインタ遭遇のリンクが届いていない
ためマークされない。

【００８８】この探索は，通常知られている木探索アル
ゴリズムを利用すれば良い。また，計算機によってはポ
インタがレジスタのみに存在しメモリに存在しない場合
があるが，同様の原理で対応することができる。また，
領域制御領域にさらに制御情報があり，領域内にポイン
タが存在しないことが分かれば，それ以上そこを探索し
ないことにより効率を上げることができる。

【００８９】この未使用領域探索部の探索が終了した
時，マークビット・テーブルには，使用中の全ての領域
にマークが付くことになる。従って，マークがついてい
ない領域は回収が可能である。この探索において，ポイ
ンタの誤認識があった場合は，次の，どちらかに該
当する。

【００９０】実際には未使用であるにも係わらず，使
用中のマークがついてしまう。たまたま領域の内部に被参照領域識別パターンが現
れ，その位置に対するマークビットがセットされる。

【００９１】上記のの場合は，次の処理では無視さ
れ，の場合には回収し損ないの領域ができるのみであ
り，使用中の領域が間違って回収されてしまうという致
命的な間違いにはならない。従って，信頼性のある動作
が行われる。

【００９２】未使用領域回収部（掃き出し部）この未使用領域探索部（図５の３２１）は，ヒープ領域
の領域を全て走査し，使用中のマークがついていない全
ての領域を回収する。ここでは，誤認識の可能性のある
被参照領域識別パターンのみを検査するだけではなく，
領域制御情報であることが確実なものを走査する。その
ために，番地が一番小さい領域から始めて，領域制御情
報のサイズ・インデックスを利用して，次の領域の位置
を次々に割り出しながらヒープ領域の最後まで制御情報
位置をジャンプし続ける。

【００９３】マークビットが０（マーク状態ではない）
である領域であって，まだ自由リストに統合されていな
いものが見つかる毎に，その領域を自由領域リストへ登
録する。この実施例１では，ＧＣ時にはバディー統合を
行わないので，未使用領域は単に自由リストに直接登録
するが，もしＧＣ時にバディー統合を行う場合には，掃
き出し動作とバディー統合動作による情報の衝突が起こ
らないような設定が必要である。ＧＣ時にバディー統合
を行わないのは，統合による時間がかかるため，ＧＣに
よる応用プログラムの実行の一時中断時間が大きくなり
すぎるからである（バッチ的利用法ではこの限りではな
い）。また，バディー統合抑制を行うと，巨大領域割り
当てに失敗する可能性が高くなるが，他方，領域の大き
さに関して少種類の且つ多数使用する応用プログラムで
は分割・統合なしで再利用できる領域が多くなるため統
合抑制を行う方が速度は速くなる。

【００９４】図１４はガーベジ・コレクタの処理フロー
である。上記に説明した未使用領域探索部（マーク部）
と未使用領域回収部（掃き出し部）の両方の処理が連続
して行われる。

【００９５】最初に，マーク部において，メモリロード
された全体プログラムのデータ領域の位置と，実行スタ
ックの現在使用中の範囲を調べる（図１４のＳ１）。な
お，実際にはデータ領域はプログラムがロードされた後
に一度調べればよい。この装置の大域変数に領域制御フ
ィールドの直後を指すポインタがなければ問題ないが，
安全のため大域変数の部分をできるだけデータ領域から
外して扱う。

【００９６】次に上記したポインタ推定装置を使い，デ
ータ領域と実行スタックからポインタ遭遇が起こる全て
のヒープ内領域を間接的なポインタ遭遇が起こる領域も
含めて全てマークする（同Ｓ２）。次に掃き出し部によ
る処理が開始され，ヒープ領域の先頭領域をＢとして設
定し（図１４のＳ３），Ｂの位置がヒープ領域最後の直
後の位置か判別し（同Ｓ４），最後の位置より前であれ
ば，そのＢの位置はマークされてなく且つ自由リスト上
にもない（図８の割り当て情報ビットＡが１）か判別す
る（同Ｓ５）。該当しない場合は，後述するステップＳ
７へ移行し，該当する場合はＢを統合は抑制して自由リ
ストへ登録する（同Ｓ６）。続いて，Ｂのサイズ・イン
デックスから次の領域の位置を割り出し，Ｂを割り出し
た次の領域とし（同Ｓ７），上記ステップＳ４へ戻って
同様の処理を繰り返し，Ｂの位置がヒープ領域最後の直
後の位置と一致することが分かると（同Ｓ４），マーク
ビット・テーブルをクリアし，ＬａｓｔＬＣとしてｋ−
１を設定する（同Ｓ８）。このＬａｓｔＬＣは，以前の
局所統合が完了した最大のサイズ・インデックスを表
し，ｋはバディレベルを表す。

【００９７】この設定により，ガーベジ・コレクタ終了
後の最初の局所統合はサイズ・インデックスｋから始ま
ることになる。自己検査部被参照領域識別パターンは，ＧＣのポインタ推定だけで
なく，例えは応用プログラムの暴走等によって，動的記
憶管理装置自身に異常が生じた場合の自己検査にも使用
される。このような種類の異常は，早期に発見しないと
重大な障害になることが多いため，検査することは重要
である。この自己検査部は，デバグ時等に利用者が指定
して起動する。

【００９８】自己検査部では，以下のように動作する。 (1) ＧＣ部の未使用領域回収部で領域を走査する毎に，
その制御情報一部に被参照領域識別パターンがあるかど
うかを検査する。もし，ある領域の制御情報に被参照領
域識別パターンがなければ，そこの制御情報が破壊され
ているか，またはそれ以前の制御情報内のサイズ・イン
デックスが破壊されているかの何れか，または両方であ
ることが分かる。この場合は，制御情報破壊という重大
なエラーが発生したことになるので警告を発して実行を
中断する。

【００９９】(2) もし，ＧＣによる回収率が極端に悪い
場合，応用プログラムの指示または利用者の指示により
ヒープ領域を走査して，領域先頭以外の場所で被参照領
域識別パターンが現れていないかどうか確認する。この
場合も警告を発生する。

【０１００】(3) 応用プログラムから，領域の先頭を指
すポインタ位置の情報が得られるなら，それをポインタ
推定装置に与えて実行し，指す先がヒープ領域であるに
も係わらず，被参照領域識別パターンがないことが分か
った場合，応用プログラムに警告を発生する。応用プロ
グラムはこれにより実行を中断することになる。

【０１０１】図１５は実施例１の構成による領域割り当
てと開放（回収）の処理フローである。入力として，応
用プログラムから要求する大きさｓバイトが与えられ，
出力として要求に応じられる領域を発生するものとす
る。

【０１０２】最初に，要求されたｓに対し，（ｓ＋制御
情報フィールドサイズ）≦blocksize (n) となる最小の
サイズ・インデックスｎを求める（図１５のＳ１）。こ
こで，blocksize （ｎ）はサイズ・インデックスｎに対
する領域の大きさ（バイト）を表す。次に求められた最
小のサイズ・インデックスｎに対する自由領域（自由リ
スト）があるか判別し（同Ｓ２），非空（有る）の場合
は自由リストから領域を取り出し（同Ｓ３），その領域
を応用プログラムに返し，成功したものとして終了す
る。空（無い）の場合は，ｎよりサイズの小さなサイズ
・インデックスの領域を統合してサイズ・インデックス
ｎの領域を構成するために局所統合を試みる（同Ｓ
４）。この局所統合の処理内容は後述する（図１６）。

【０１０３】次にこの局所統合に成功したか判別し（図
１５のＳ５），成功するとそれを応用プログラムへ渡し
て終了する。局所統合部に失敗した場合は，バディー分
割によりｎより大きなサイズ・インデックスの領域を分
割し，サイズ・インデックスｎの領域獲得を試行する
（同Ｓ６）。このバディー分割による領域獲得の処理フ
ローは後述する（図１７）。続いてバディー分割による
領域獲得に成功したか判別し（図１５のＳ７），成功し
ない場合はＧＣを起動する（同Ｓ８）。ＧＣの処理は図
１４を用いて既述した通りである。

【０１０４】ＧＣの動作により回収された結果は自由リ
ストへ戻され，その後でサイズ・インデックスｎに対応
する自由リストが有るか判別する（図１５のＳ９），有
る（非空である）場合，自由リストから領域を取り出し
（同Ｓ１０），応用プログラムへ渡す（成功）。無い
（空）場合は，ＧＣで回収された自由リストを含めてサ
イズ・インデックスｎを目標に局所統合を試みる（同Ｓ
１１）。この局所統合は上記ステップＳ４と同様であ
る。この後，統合によりｎの領域が有るか判別して（同
Ｓ１２），有る場合は成功，無い場合は失敗を表す出力
を発生する。

【０１０５】図１６は局所統合の処理フローである。こ
の処理は上記図１５のステップＳ４及びＳ１１で実行さ
れる。この処理フローは，入力として目標サイズ・イン
デックスｎが供給され，出力として成功した場合にサイ
ズ・インデックスｎの領域を発生する。この処理では，
外部変数として，前回の局所統合を行った最大サイズ・
インデックス（初期値はヒープ全体のサイズ・インデッ
クス）を表すLastＬＣを使用する。

【０１０６】開始すると，ｎ（目標サイズ・インデック
ス）がLastＬＣ＋１より大きいか，以下かを判別し（図
１６のＳ１），以下の場合は失敗であり，大きい場合
は，Ｌとしてサイズ・インデックスLastＬＣ＋１の自由
領域を設定する（同Ｓ２）。次にＬの各自由領域をサイ
ズ・インデックスがｎとなるまで可能な限り統合を試行
する（同Ｓ３）。次に目的の領域が得られたか判別し
（図１６のＳ４），得られた場合は得られた領域を応用
プログラムへ戻し，目的の大きさにならない各統合結果
は副作用として自由リストへ戻す（同Ｓ５）。目的の領
域が得られない場合は，LastＬＣ＋１を新たなLastＬＣ
としてステップＳ１に戻り，同様の処理を繰り返す。

【０１０７】上記図１６の処理において，領域の制御フ
ィールドとして，ＧＣで回収された直後で統合抑制され
たままであるか否かを示すビットを，Ｏフィールド（上
記図８参照）内に設定することによりきめ細かい統合の
処理を行うことができる。

【０１０８】また，LastＬＣは，以下のようにしてシス
テム全体で制御する。 (1) 初期値として, ヒープ領域全体のサイズ・インデッ
クスをセットし,(2) ＧＣを起動した直後はｋ−１にセ
ットする。

【０１０９】(3) 更に，上記のように領域の制御フィー
ルドに統合抑制を表すビットをＯフィールドに設定して
いる場合，統合抑制されたままの領域を分割してLastＬ
Ｃより小さな領域にした場合は，その結果のサイズ・イ
ンデックスをLastＬＣにセットする。

【０１１０】図１７はバディー分割による領域獲得の処
理フローであり，この処理は上記図１５のステップＳ６
において実行され，上記図５のバディー分割部２０に対
応する。

【０１１１】この処理フローは，入力として欲しい領域
の大きさのサイズ・インデックスｎが供給され，出力と
してサイズ・インデックスｎの領域を発生する。開始す
ると，max(n,k)より大きく自由リストが空でない最小の
サイズ・インデックスをｍとする（図１７のＳ１）。次
にサイズ・インデックスｍが存在するか判別する（同Ｓ
２）。存在しない場合は失敗とし，存在する場合は，サ
イズ・インデックスｍの領域Ｐを自由リストから一つ取
り出す（同Ｓ３）。次に領域Ｐを上記図９に説明した方
法で適宜左バディー，右バディーに分割しサイズ・イン
デックスｍの領域を得る（同Ｓ４）。こうして得られた
領域を応用プログラムへ渡し，残りの分割結果は自由リ
ストへ戻す（同Ｓ５）。

【０１１２】次に上記図４に示す本発明の第２の原理に
対応する実施例２について説明する。図１８は実施例２
の構成図である。図中，８ａはファーストフィット式自
由領域管理部，８０は自由リスト部，８１は領域割当
部，８２は領域回収部であり，ＧＣ管理部３ａとその内
部構成（３０〜３２）は上記実施例１の同じ符号の各部
と同じ名称であり説明を省略する。４ａはヒープ領域部
であり，上記実施例１のヒープ領域部４とデータ構成が
異なる。

【０１１３】図１９に実施例２の領域の構成を示す。領
域（図１８の４）の先頭には，制御情報フィールドに各
種の制御情報が設定され，その後に利用者領域が設けら
れている。

【０１１４】制御情報は次の(1) 〜(4) で構成される。 (1) Ａビット：実施例１の領域の制御情報のＡと同じ
（図８参照）で，この領域が応用プログラムに現在割り
当てられて使用中（＝１）か，未使用であるか（＝０）
を表すビットである。

【０１１５】(2) Ｓフィールド：領域の長さを適当な単
位で表した値である。簡単のため，ここでは，制御情報
フィールド全体の大きさを１単位とする。バディー・シ
ステムと異なり，領域の大きさは自由なので，サイズ・
インデックスでなく大きさそのものを入れる。

【０１１６】(3) Ｒフィールド：実施例１の領域の制御
情報と同じ（図８参照）で，被参照領域識別パターンで
ある。 (4) Ｏフィールド：他の制御情報が必要な時にここに追
加する。

【０１１７】図２０は実施例２の自由リスト（図１８の
自由リスト部８０の内部）の構造である。自由リストに
は領域の制御情報（ｃｏｎｔｒｏｌで表示）の他に，次
にリンクする領域を示すポインタ（ｎｅｘｔで表示）及
び直前の自由領域を指すポインタ（ｐｒｅｄで表示）を
設定する。上記実施例１の場合と異なり，一つの自由リ
ストに全ての自由領域をリンクするが，番地の順番通り
にリンクすることが必要である。更に，ＧＣのためのマ
ークビット・テーブルを領域の外の適当な場所に，領域
の１単位の大きさ当たり１ビットとして設定する。

【０１１８】領域割当部図１８のファーストフィット式自由領域管理部８ａの領
域割当部８１は，応用プログラムからの領域割り当て要
求が供給されると，ファーストフィット法では，自由リ
ストの先頭から，要求された大きさ以上の本体を持つ自
由領域を探索し，最初に見つかった自由領域から必要な
分を切り出す。

【０１１９】領域回収部図１８のファーストフィット式自由領域管理部８ａの領
域回収部８２は，応用プログラムから領域が開放された
場合，自由リストの番地の順番により定まる位置へそれ
を回収する。但し，回収の際，前後の自由領域と回収さ
れるべき領域がそれぞれ連続している場合は，可能な限
り一つの領域になるよう結合する。結合する際は，実施
例１のバディー統合部（図５の２１）と同様に先頭を除
いて制御情報フィールドはゼロ・クリアする。

【０１２０】ＧＣ管理部図１８のＧＣ管理部３ａは，上記実施例１のＧＣ管理部
３と同様にポインタ推定装置を使ってコンサーバティブ
・ガーベジ・コレクタ（ＣＧＣ）が組み込まれている。
但し，統合抑制はファーストフィット方式では不利益が
大きいので行なわない。ファーストフィットのＣＧＣ装
置は応用プログラムから割り当て要求が起こった場合に
以下のように動作する。

【０１２１】自由リストを探索して要求された大きさ
以上を持つ自由領域を探す。もしあれば，そこから必要
分だけ切り取り，応用プログラムへ与えてアルゴリズム
を終了する。もし見つからなければ，次のへ進む。

【０１２２】ガーベジ・コレクタを起動する。ガーベ
ジ・コレクタの処理は上記実施例１の内容（図１４参
照）と同様である。ガーベジ・コレクタの処理に続いて，もう一度，自由
リストを探索して要求された大きさ以上を持つ自由領域
を探す。もしあれば，そこから必要分だけ切り取り，応
用プログラムへ与えて処理を終了する。

【０１２３】ガーベジ・コレクタ（ＧＣ部）のマーク部
（未使用領域探索部）図１８のマーク部３２０は，実行スタック，応用プログ
ラムのデータ部，レジスタ（計算機のアーキテクチャに
依存），を根として走査し，そこからヒープ領域内の領
域先頭を直接・間接に指しているポインタをポインタ推
定装置で推定し，その参照先の領域に対するマークビッ
トを１にする。

【０１２４】ガーベジ・コレクタ（ＧＣ部）の掃き出し
部（未使用領域回収部）図１８の掃き出し部３２１は，ヒープ領域の先頭から全
ての領域を走査し，上記マーク部における手続きの結
果，マークビットが０のまま，且つ自由リストにない領
域を自由リストへ回収する。各領域の長さ情報を使用す
れば，次の領域の位置が分かるので，全ての領域の走査
は可能である。

【０１２５】上記の回収が終了すると，ガーベジ・コレ
クタ（ＧＣ部）のマークビット・テーブル３２２をクリ
アする。上記の掃き出し部において，回収されるべき領
域は，番地の小さいものから順に回収されるので，自由
リストの回収位置を効率良く探すことができる。すなわ
ち，ある領域の自由リストにおける回収位置は，直前に
回収された領域の位置から探索するだけでよい。

【０１２６】次に実施例３について説明する。この実施
例３は統合抑制を行うバディー・システム装置であり，
その構成は図示省略するが，以下に説明する。ガーベジ
・コレクタを結合しない通常のバディー・システムに，
上記実施例１の統合抑制，局所統合部を付加する。実施
例１では，ガーベジ・コレクタが起動することによる一
時停止時間を抑えるための統合抑制を行なったが，もし
応用プログラムが少ない種類の大きさの領域を多量に使
用するものであれば，ガーベジ・コレクタと関係なく統
合抑制を行う意味がある。すなわち，回収した領域と同
じ大きさの領域が将来また割り当て要求される公算が高
ければ，統合分割をしないでおいた方が効率が高くなる
からである。このような応用プログラムは，例えば，Ｃ
＋＋言語等の対象指向言語で同じ大きさの記憶を使用す
る対象を多数使用する場合等が挙げられる。Ｃ＋＋では
通常対象（クラス）開放は明示的に行うのでガーベジ・
コレクタ無しの動的記憶領域管理でもよい。

【０１２７】但し，統合抑制をすると，巨大領域割り当
てに失敗する可能性は上がる。すなわち，統合抑制をす
るか否かによる利害得失は，応用プログラムの性格によ
るので，応用プログラムの方からパラメータその他の方
法を使って指定できるようにする。統合抑制を行うバデ
ィー領域管理部は，以下のような基本方式で動けばよ
い。

【０１２８】(1) 応用プログラムから領域が開放された
時は，統合を行わずに（統合抑制を示すビットＮＣを使
用する），自由リストに置く。 (2) 応用プログラムから領域割り当て要求があると，通
常のバディー分割により要求を満たすことを試みるが，
それが失敗した場合は局所統合を行なう。

【０１２９】

【発明の効果】本発明によれば，既存のバディー・シス
テムと言われる動的記憶管理装置ではできなかった，自
動回収が可能となり，さらに既存のコンサーバティブ・
ガーベジ・コレクタより簡素な処理により，且つ自己検
証が可能になるため，動的記憶領域管理の性能を向上さ
せると共に応用分野の広がりを図ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の原理構成図である。

【図２】簡易型ポインタ推定装置の原理説明図である。

【図３】強化型ポインタ推定装置の原理説明図である。

【図４】本発明の第２の原理構成図である。

【図５】実施例１の構成図である。

【図６】自由リストの構造を示す図である。

【図７】サイズ・インデックスとサイズ対応の例を示す
図である。

【図８】ヒープ領域の構成を示す図である。

【図９】バディー管理部の領域分割・統合の機能説明図
である。

【図１０】簡易型のポインタ推定装置の処理フローを示
す図である。

【図１１】強化型のポインタ推定装置の処理フローを示
す図である。

【図１２】マークビット・テーブルの説明図である。

【図１３】マークビット・テーブルへのマーキングの概
念図である。

【図１４】ガーベジ・コレクタの処理フローを示す図で
ある。

【図１５】実施例１の構成による領域割り当てと開放
（回収）の処理フローを示す図である。

【図１６】局所統合の処理フローを示す図である。

【図１７】バディー分割による領域獲得の処理フローを
示す図である。

【図１８】実施例２の構成図である。

【図１９】実施例２の領域の構成を示す図である。

【図２０】実施例２の自由リストの構造を示す図であ
る。

【図２１】従来のバディーシステムの構成を示す図であ
る。

【符号の説明】

１自由リスト管理部２未使用領域分割統合管理部３ガーベジ・コレクタ（ＧＣ）管理部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】領域割り当て要求に対しヒープ領域部の
中の未使用領域をリスト形式で保持する自由リスト部を
探索する自由リスト管理部と，前記自由リスト管理部で
前記要求に応じられない時駆動され，ヒープ領域部の領
域を分割して動的領域割り当てを行う未使用領域分割統
合管理部と，前記未使用領域分割統合管理部により前記
要求に応じられないと起動し，未使用領域を自動探索し
て，使用可能性のない領域を回収して自由リストに返す
ガーベジ・コレクタ管理部とを備え，前記ガーベジ・コ
レクタ管理部により未使用領域を回収後に，前記未使用
領域分割統合管理部は要求された領域を探索することを
特徴とする動的記憶領域管理装置。
【請求項２】請求項１において，前記ガーベジ・コレ
クタ管理部は，使用可能性のない領域を回収すると統合
を行わずに自由リストに戻し，前記未使用領域分割統合
管理部は前記回収された小領域について統合を行って要
求された領域を探索することを特徴とする動的記憶領域
管理装置。
【請求項３】請求項１または２において，前記ヒープ
領域内の各領域の先頭に一定長の決められた被参照領域
識別パターンを含む制御情報フィールドを設け，前記ガ
ーベジ・コレクタ管理部に対し使用領域を識別するため
のポインタ推定装置を付加し，前記ポインタ推定装置
は，ポインタを表す可能性のある参照データを用いて，
対応する被参照データの領域の先頭部分を前記制御情報
フィールドと見なして前記被参照領域識別パターンの存
在を検出することにより前記参照データをポインタとし
て推定することを特徴とする動的記憶領域管理装置。
【請求項４】請求項１または２において，前記ヒープ
領域内の各領域の先頭に一定長の決められた被参照領域
識別パターンと領域の長さ情報を含む制御情報フィール
ドを設け，前記ガーベジ・コレクタ管理部に使用領域を
識別するためのポインタ推定装置を付加し，前記ポイン
タ推定装置は，ポインタを表す可能性のある参照データ
を用いて，対応する被参照データの領域の先頭部分を前
記制御情報フィールドとみなして前記被参照領域識別パ
ターンの存在を検出すると共にその中の長さ情報に該当
する情報を用いて，その領域の直後であるか，後続する
領域の先頭の制御情報フィールドであるかを検出するこ
とにより前記参照データをポインタとして推定すること
を特徴とする動的記憶領域管理装置。
【請求項５】請求項３または４において，前記ガーベ
ジ・コレクタ管理部内に，未使用領域探索部と，一定単
位の領域に対応して使用か未使用を表すビットを格納す
るビットマークテーブルと，未使用領域回収部とを備
え，前記未使用領域探索部は，前記ポインタ推定装置に
より使用中であることを推定した結果により前記ビット
マークテーブルの対応位置をマークし，前記未使用領域
回収部は，前記ビットマークテーブルを参照してマーク
されていないビットに対応する領域を回収することを特
徴とする動的記憶領域管理装置。
【請求項６】領域割り当て要求に対しヒープ領域部の
中の未使用領域を自由リストに番地の順に接続され，領
域割り当て要求に対し要求された大きさ以上の自由領域
から必要分だけ切り出すファーストフィット方式による
自由リスト管理部と，前記自由リスト管理部により前記
要求に応じられないと起動し，未使用領域を自動探索し
て，使用可能性のない領域を回収して自由リストに返す
ガーベジ・コレクタ管理部とを備え，前記ガーベジ・コ
レクタ管理部に対しヒープ領域部から使用中の領域を推
定するポインタ推定装置を付加し，前記ガーベジ・コレ
クタ管理部により未使用領域を回収後に，前記自由リス
ト管理部は要求された領域を探索することを特徴とする
動的記憶領域管理装置。
【請求項７】請求項６において，前記ヒープ領域内の
各領域の先頭に一定長の決められた被参照領域識別パタ
ーンを含む制御情報フィールドを設け，前記ポインタ推
定装置は，ポインタを表す可能性のある参照データを用
いて，対応する被参照データの領域の先頭部分を前記制
御情報フィールドと見なして前記被参照領域識別パター
ンの存在を検出することにより前記参照データをポイン
タとして推定する使用領域を識別することを特徴とする
動的記憶領域管理装置。
【請求項８】請求項６において，前記ヒープ領域内の
各領域の先頭に一定長の決められた被参照領域識別パタ
ーンと領域の長さ情報を含む制御情報フィールドを設
け，前記ガーベジ・コレクタ管理部に使用領域を識別す
るためのポインタ推定装置を付加し，前記ポインタ推定
装置は，ポインタを表す可能性のある参照データを用い
て，対応する被参照データの領域の先頭部分を前記制御
情報フィールドとみなして前記被参照領域識別パターン
の存在を検出すると共にその中の長さ情報に該当する情
報を用いて，その領域の直後であるか，後続する領域の
先頭の制御情報フィールドであるかを検出することによ
り前記参照データをポインタとして推定することを特徴
とする動的記憶領域管理装置。