JPH10232785A - 不連続な実行時スタックを動的にサイジングするための方法及び装置 - Google Patents
不連続な実行時スタックを動的にサイジングするための方法及び装置Info
- Publication number
- JPH10232785A JPH10232785A JP9295611A JP29561197A JPH10232785A JP H10232785 A JPH10232785 A JP H10232785A JP 9295611 A JP9295611 A JP 9295611A JP 29561197 A JP29561197 A JP 29561197A JP H10232785 A JPH10232785 A JP H10232785A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- stack
- function
- chunk
- memory
- compiled
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/448—Execution paradigms, e.g. implementations of programming paradigms
- G06F9/4482—Procedural
- G06F9/4484—Executing subprograms
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/448—Execution paradigms, e.g. implementations of programming paradigms
- G06F9/4482—Procedural
- G06F9/4484—Executing subprograms
- G06F9/4486—Formation of subprogram jump address
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99951—File or database maintenance
- Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users
- Y10S707/99953—Recoverability
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99951—File or database maintenance
- Y10S707/99956—File allocation
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Executing Machine-Instructions (AREA)
- Devices For Executing Special Programs (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 必要に応じて、あるいは、新規コンパイラを
必要とすることなく仮想メモリをサポートするために充
分なハードウェアが存在しないとき、追加スタックスペ
ースを有効に関数に割り当てること。 【解決手段】 コンパイルされた関数を実行するための
追加コンピュータメモリスタックスペース割当方法は、
コンパイルされた関数を含むスタック検出関数をコール
し、コンパイルされた関数を実行するために追加コンピ
ュータメモリスタックスペースが必要か否かを決定す
る。追加コンピュータメモリスタックスペースは必要な
いと決定した場合には、コンパイルされた関数がコール
され、実行される。しかしながら、追加コンピュータメ
モリスタックスペースが必要であると決定した場合に
は、コンピュータメモリスタックとは連続していないコ
ンパイルされた関数を実行するための追加コンピュータ
メモリスタックスペースを割り当てる。
必要とすることなく仮想メモリをサポートするために充
分なハードウェアが存在しないとき、追加スタックスペ
ースを有効に関数に割り当てること。 【解決手段】 コンパイルされた関数を実行するための
追加コンピュータメモリスタックスペース割当方法は、
コンパイルされた関数を含むスタック検出関数をコール
し、コンパイルされた関数を実行するために追加コンピ
ュータメモリスタックスペースが必要か否かを決定す
る。追加コンピュータメモリスタックスペースは必要な
いと決定した場合には、コンパイルされた関数がコール
され、実行される。しかしながら、追加コンピュータメ
モリスタックスペースが必要であると決定した場合に
は、コンピュータメモリスタックとは連続していないコ
ンパイルされた関数を実行するための追加コンピュータ
メモリスタックスペースを割り当てる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、一般的に、コンピ
ュータメモリの割当てに用いるためのソフトウェア、方
法、及び装置に関する。さらに詳細には、本発明は、不
連続な（non-contiguoue）メモリスタック空間（スペー
ス、space）を動的に割り当てるためのソフトウェア、
方法、及び装置に関する。
ュータメモリの割当てに用いるためのソフトウェア、方
法、及び装置に関する。さらに詳細には、本発明は、不
連続な（non-contiguoue）メモリスタック空間（スペー
ス、space）を動的に割り当てるためのソフトウェア、
方法、及び装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムの実行プログラ
ム、あるいはスレッド（thread）は、実行プログラムに
よって使用される引数、及びローカル変数を格納するた
めに、しばしば、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）に
関連付けられているスタックスペースを要求する。プロ
グラムは、一般的に、「コール・チェイン（call chai
n）」、すなわち一連の関数コールを含んでいる。コー
ル・チェイン内の各関数（機能、function）は、一般的
に、メモリの「フレーム」、例えばページまたは領域を
スタック上に有している。コール・チェインの深さが増
加するに連れて、必要とされるスタックスペースの量も
増大する。すなわち、プログラムによって成された関数
コールの深さが増加するにつれて、プログラムによって
要求されるスタックメモリ量が増大する。
ム、あるいはスレッド（thread）は、実行プログラムに
よって使用される引数、及びローカル変数を格納するた
めに、しばしば、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）に
関連付けられているスタックスペースを要求する。プロ
グラムは、一般的に、「コール・チェイン（call chai
n）」、すなわち一連の関数コールを含んでいる。コー
ル・チェイン内の各関数（機能、function）は、一般的
に、メモリの「フレーム」、例えばページまたは領域を
スタック上に有している。コール・チェインの深さが増
加するに連れて、必要とされるスタックスペースの量も
増大する。すなわち、プログラムによって成された関数
コールの深さが増加するにつれて、プログラムによって
要求されるスタックメモリ量が増大する。
【０００３】スタックスペースの割当のために一般的に
用いられる１つの方法は、予測される全てのコール・チ
ェインのために十分に大きい物理メモリの連続片（cont
iguous piece）の静的な割当を伴う。大きな物理メモリ
の連続片は、予測される全コール・チェインのための十
分なスタックスペースを提供する目的に役立つが、コー
ル・チェインが自身に割り当てられた全スタックを使用
することは希なので、大量の物理メモリの割り当てるこ
とは、スタックスペースを浪費する可能性がある。一般
的に、コンピュータシステムに関連付けられている物理
メモリ量は限られているので、特定のコール・チェイン
のための物理メモリ量を確保することは、しばしばシス
テムリソースの非効率的な使用であることを証明してい
る。
用いられる１つの方法は、予測される全てのコール・チ
ェインのために十分に大きい物理メモリの連続片（cont
iguous piece）の静的な割当を伴う。大きな物理メモリ
の連続片は、予測される全コール・チェインのための十
分なスタックスペースを提供する目的に役立つが、コー
ル・チェインが自身に割り当てられた全スタックを使用
することは希なので、大量の物理メモリの割り当てるこ
とは、スタックスペースを浪費する可能性がある。一般
的に、コンピュータシステムに関連付けられている物理
メモリ量は限られているので、特定のコール・チェイン
のための物理メモリ量を確保することは、しばしばシス
テムリソースの非効率的な使用であることを証明してい
る。
【０００４】プログラムの即時の要求に適応させるため
にスタックサイズが変わるような動的なスタックのサイ
ジング（sizing）は、実質的なメモリの節約をもたらし
得る。スタックの動的なサイジング、あるいは「グロー
イング（growing）」の一般的な手法には、仮想メモリ
プロテクション（仮想記憶保護、virtual memory prote
ction）の使用が伴われる。仮想メモリプロテクション
を利用するスタックは、仮想（論理）メモリ内では連続
しているが、物理メモリ内では必ずしも連続していな
い。一般に、スタックが、未だアクセスされていない保
護されたページまたは保護されたフレームに対してアク
セスが要求されるポイントまで増加すると、障害（faul
t）が生じる。障害が発生すると、仮想メモリ内のペー
ジに対応する物理メモリが割り当てられ、ページに関連
する物理メモリを使用してプログラムの実行が起こり得
る。仮想メモリプロテクションを有するスタックは、特
定のコール・チェインに適応させるために動的に増加す
るが、一旦、ページがもはや必要とされなくなると、こ
のようなスタックページ、例えばスタックページに対応
する物理メモリをコンピュータシステムに常に戻すとは
限らない。したがって、一旦、所与の関数のために追加
のスタックスペースが動的に割り当てられると、その追
加スタックスペースが再び必要とされるか否かに関係な
く、その追加のスタックスペースは関数のために割り当
てられたまま残されることがあるので、このような手法
は、しばしば、非効率的な物理メモリの使用を証明して
いる。
にスタックサイズが変わるような動的なスタックのサイ
ジング（sizing）は、実質的なメモリの節約をもたらし
得る。スタックの動的なサイジング、あるいは「グロー
イング（growing）」の一般的な手法には、仮想メモリ
プロテクション（仮想記憶保護、virtual memory prote
ction）の使用が伴われる。仮想メモリプロテクション
を利用するスタックは、仮想（論理）メモリ内では連続
しているが、物理メモリ内では必ずしも連続していな
い。一般に、スタックが、未だアクセスされていない保
護されたページまたは保護されたフレームに対してアク
セスが要求されるポイントまで増加すると、障害（faul
t）が生じる。障害が発生すると、仮想メモリ内のペー
ジに対応する物理メモリが割り当てられ、ページに関連
する物理メモリを使用してプログラムの実行が起こり得
る。仮想メモリプロテクションを有するスタックは、特
定のコール・チェインに適応させるために動的に増加す
るが、一旦、ページがもはや必要とされなくなると、こ
のようなスタックページ、例えばスタックページに対応
する物理メモリをコンピュータシステムに常に戻すとは
限らない。したがって、一旦、所与の関数のために追加
のスタックスペースが動的に割り当てられると、その追
加スタックスペースが再び必要とされるか否かに関係な
く、その追加のスタックスペースは関数のために割り当
てられたまま残されることがあるので、このような手法
は、しばしば、非効率的な物理メモリの使用を証明して
いる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】一般的に、不連続なス
タックは、仮想メモリをサポートするために利用可能な
ハードウェアが充分に存在しない場合に用いられる。こ
れらのスタックはまた、しばしば、物理メモリの非効率
的な割当を低減するために用いられる。不連続メモリ内
で増加し得るスタックの使用は、また、コンパイラがス
タックのオーバフロー（overflow）を検出する追加コー
ドをプログラム内およびその関連する関数内に発生する
ように、プログラム及びそのプログラムに関連する関数
をコンパイルするために用いられるコンパイラの変更を
伴う。この追加コードは、特別な関数のプロローグコー
ド、またはエピローグコードであると考えられ、また改
良されたコンパイラを使用してコンパイルされた各関数
に追加される。ある場合には、いくつかの関数は追加の
スタックスペースを必要とすることが全く無いので、関
数に対するスタックオーバフローのための検出を追加す
ることは不要であり、したがって非効率的である。
タックは、仮想メモリをサポートするために利用可能な
ハードウェアが充分に存在しない場合に用いられる。こ
れらのスタックはまた、しばしば、物理メモリの非効率
的な割当を低減するために用いられる。不連続メモリ内
で増加し得るスタックの使用は、また、コンパイラがス
タックのオーバフロー（overflow）を検出する追加コー
ドをプログラム内およびその関連する関数内に発生する
ように、プログラム及びそのプログラムに関連する関数
をコンパイルするために用いられるコンパイラの変更を
伴う。この追加コードは、特別な関数のプロローグコー
ド、またはエピローグコードであると考えられ、また改
良されたコンパイラを使用してコンパイルされた各関数
に追加される。ある場合には、いくつかの関数は追加の
スタックスペースを必要とすることが全く無いので、関
数に対するスタックオーバフローのための検出を追加す
ることは不要であり、したがって非効率的である。
【０００６】スタックオーバフローが検出される場合、
または所与の関数についてスタックオーバフローが切迫
しているような場合には、新規なスタックチャンク（st
uckchunk）、例えば「カレント（current）」スタック
に関して隣接していない（non-contiguous）スタック部
分を割り当てるためにコードが実行される。一旦、新規
スタックチャンクが割り当てられると、新規スタックチ
ャンクを要求した関数の実行を新規スタック上で継続す
る。新規スタックチャンクは、もはや必要でなくなる
と、コンピュータシステム全体に（overall）戻され得
る。しかしながら、不連続メモリ内において増加する
（grow）スタックが、もはや必要でなくなるとそれらを
動的に割り当てできると共に、それらをコンピュターシ
ステム全体に対して容易に戻すことができる一方で、こ
れらスタックを可能にするために用いられるコンパイラ
の変更は、一般的に複雑である。さらに、コンパイラは
一般的にプラットフォームに固有なので、その上で不連
続スタックが実現されるべき各プラットフォームに関連
するコンパイラは、前述した追加コードを含むように修
正されなければならない。
または所与の関数についてスタックオーバフローが切迫
しているような場合には、新規なスタックチャンク（st
uckchunk）、例えば「カレント（current）」スタック
に関して隣接していない（non-contiguous）スタック部
分を割り当てるためにコードが実行される。一旦、新規
スタックチャンクが割り当てられると、新規スタックチ
ャンクを要求した関数の実行を新規スタック上で継続す
る。新規スタックチャンクは、もはや必要でなくなる
と、コンピュータシステム全体に（overall）戻され得
る。しかしながら、不連続メモリ内において増加する
（grow）スタックが、もはや必要でなくなるとそれらを
動的に割り当てできると共に、それらをコンピュターシ
ステム全体に対して容易に戻すことができる一方で、こ
れらスタックを可能にするために用いられるコンパイラ
の変更は、一般的に複雑である。さらに、コンパイラは
一般的にプラットフォームに固有なので、その上で不連
続スタックが実現されるべき各プラットフォームに関連
するコンパイラは、前述した追加コードを含むように修
正されなければならない。
【０００７】本発明は、上記の従来技術の問題点を解決
するためになされたものであり、新規コンパイラを必要
とすることなく、必要に応じて、または仮想メモリをサ
ポートする充分でないハードウェアが存在するとき、追
加スタックスペースを関数に割り当てるための効率的な
方法、装置、及びプラットフォーム非依存型ソフトウェ
アを提供することを目的とする。
するためになされたものであり、新規コンパイラを必要
とすることなく、必要に応じて、または仮想メモリをサ
ポートする充分でないハードウェアが存在するとき、追
加スタックスペースを関数に割り当てるための効率的な
方法、装置、及びプラットフォーム非依存型ソフトウェ
アを提供することを目的とする。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に請求項１に記載の発明に係る第１のコンピュータメモ
リスタックチャンク内に配置されているコンパイルされ
た関数を実行するための追加コンピュータメモリスタッ
クスペースを割り当てるための方法は、コンパイルされ
た関数を含むスタック検出関数コールステップを備え
る。そして、コンパイルされた関数を実行するために追
加コンピュータメモリスタックスペースが必要か否かが
決定される。コンパイルされた関数を実行するために追
加コンピュータメモリスタックスペースは必要ないと決
定された場合には、コンパイルされた関数がコールさ
れ、実行される。しかしながら、コンパイルされた関数
を実行するために追加コンピュータメモリスタックスペ
ースが必要であると決定された場合には、コンパイルさ
れた関数を実行するための、第１のコンピュータメモリ
スタックチャンクとは連続していない追加コンピュータ
メモリスタックスペースが割り当てられる。
に請求項１に記載の発明に係る第１のコンピュータメモ
リスタックチャンク内に配置されているコンパイルされ
た関数を実行するための追加コンピュータメモリスタッ
クスペースを割り当てるための方法は、コンパイルされ
た関数を含むスタック検出関数コールステップを備え
る。そして、コンパイルされた関数を実行するために追
加コンピュータメモリスタックスペースが必要か否かが
決定される。コンパイルされた関数を実行するために追
加コンピュータメモリスタックスペースは必要ないと決
定された場合には、コンパイルされた関数がコールさ
れ、実行される。しかしながら、コンパイルされた関数
を実行するために追加コンピュータメモリスタックスペ
ースが必要であると決定された場合には、コンパイルさ
れた関数を実行するための、第１のコンピュータメモリ
スタックチャンクとは連続していない追加コンピュータ
メモリスタックスペースが割り当てられる。
【０００９】また、追加コンピュータメモリスタックス
ペース割当ステップは、コンパイルされた関数のための
第２のスタックチャンクの割当てを含んでもよく、さら
に、第１のスタックチャンクと第２のスタックチャンク
との間に透過的な境界を生成するために構成されるバッ
ファフレーム関数をコールするステップと、第２のスタ
ックチャンクを使用してコンパイルされた関数をコール
するために構成されるトランポリン関数をコールするス
テップと、スタックチャンク上にてコンパイルされた関
数を実行するステップと、を備えてもよい。さらに、第
２のスタックチャンクと関連付けられているスタック保
護ロックを解除するステップと、を備えるてもよい。
ペース割当ステップは、コンパイルされた関数のための
第２のスタックチャンクの割当てを含んでもよく、さら
に、第１のスタックチャンクと第２のスタックチャンク
との間に透過的な境界を生成するために構成されるバッ
ファフレーム関数をコールするステップと、第２のスタ
ックチャンクを使用してコンパイルされた関数をコール
するために構成されるトランポリン関数をコールするス
テップと、スタックチャンク上にてコンパイルされた関
数を実行するステップと、を備えてもよい。さらに、第
２のスタックチャンクと関連付けられているスタック保
護ロックを解除するステップと、を備えるてもよい。
【００１０】また、請求項９に記載の発明に係る第１の
コンピュータメモリスタックチャンク内に配置されてい
るコンパイルされた関数を実行するための追加コンピュ
ータメモリスタックスペースを割り当てるためのプログ
ラムを記録した記録媒体は、コンパイルされた関数を含
むスタック検出関数をコールするステップと、コンパイ
ルされた関数を実行するために追加コンピュータメモリ
スタックスペースが必要か否かを決定するステップと、
コンパイルされた関数を実行するために追加コンピュー
タメモリスタックスペースは必要ないと決定された場
合、コンパイルされた関数をコールするステップと、コ
ンパイルされた関数を実行するために追加コンピュータ
メモリスタックスペースが必要であると決定された場
合、コンパイルされた関数を実行するための、コンピュ
ータメモリスタックと連続していない前記追加コンピュ
ータメモリスタックスペースを割り当てるステップと、
を備えるプログラムを記録する。
コンピュータメモリスタックチャンク内に配置されてい
るコンパイルされた関数を実行するための追加コンピュ
ータメモリスタックスペースを割り当てるためのプログ
ラムを記録した記録媒体は、コンパイルされた関数を含
むスタック検出関数をコールするステップと、コンパイ
ルされた関数を実行するために追加コンピュータメモリ
スタックスペースが必要か否かを決定するステップと、
コンパイルされた関数を実行するために追加コンピュー
タメモリスタックスペースは必要ないと決定された場
合、コンパイルされた関数をコールするステップと、コ
ンパイルされた関数を実行するために追加コンピュータ
メモリスタックスペースが必要であると決定された場
合、コンパイルされた関数を実行するための、コンピュ
ータメモリスタックと連続していない前記追加コンピュ
ータメモリスタックスペースを割り当てるステップと、
を備えるプログラムを記録する。
【００１１】さらに、請求項１７に記載の発明に係る第
１のコンピュータメモリスタックチャンク内に配置され
ているコンパイルされた関数を実行するための追加コン
ピュータメモリスタックスペースを割り当てるために構
成されているコンピュータシステムは、少なくとも１つ
の実行用コンパイルされた関数を格納すると共に、少な
くとも１つのメモリスタックチャンクを有する少なくと
も１つのメモリスタックスペース内に配列されるために
構成されているコンピュータメモリと、スタック検出関
数を形成するためにコンパイルされた関数にスタック検
出関数発生器と、スタック検出関数を実行すると共に、
コンパイルされた関数を実行するために追加メモリが必
要か否かを決定するメモリマネジャと、を備える。
１のコンピュータメモリスタックチャンク内に配置され
ているコンパイルされた関数を実行するための追加コン
ピュータメモリスタックスペースを割り当てるために構
成されているコンピュータシステムは、少なくとも１つ
の実行用コンパイルされた関数を格納すると共に、少な
くとも１つのメモリスタックチャンクを有する少なくと
も１つのメモリスタックスペース内に配列されるために
構成されているコンピュータメモリと、スタック検出関
数を形成するためにコンパイルされた関数にスタック検
出関数発生器と、スタック検出関数を実行すると共に、
コンパイルされた関数を実行するために追加メモリが必
要か否かを決定するメモリマネジャと、を備える。
【００１２】ここで、メモリマネジャは、メモリマネジ
ャがコンパイルされた関数を実行するために追加メモリ
が必要であると決定した場合、第２のスタックチャンク
を割り当てるために構成されていることが好ましく、ま
た、第１のスタックチャンクと第２のスタックチャンク
との間に透過的な境界を生成するために適合されている
バッファフレームをメモリスタックスペース内に生成す
るために適合されていることが好ましい。さらに、メモ
リマネジャは、ロングジャンプが発生したと決定された
場合には、使用中でない前記第１のスタックチャンク上
に割り当てられたスタックチャンクを除去すると共に、
使用中でない第１のスタックチャンク上のスタックチャ
ンクをメモリアロケータに対して戻すために適合されて
いることが好ましい。
ャがコンパイルされた関数を実行するために追加メモリ
が必要であると決定した場合、第２のスタックチャンク
を割り当てるために構成されていることが好ましく、ま
た、第１のスタックチャンクと第２のスタックチャンク
との間に透過的な境界を生成するために適合されている
バッファフレームをメモリスタックスペース内に生成す
るために適合されていることが好ましい。さらに、メモ
リマネジャは、ロングジャンプが発生したと決定された
場合には、使用中でない前記第１のスタックチャンク上
に割り当てられたスタックチャンクを除去すると共に、
使用中でない第１のスタックチャンク上のスタックチャ
ンクをメモリアロケータに対して戻すために適合されて
いることが好ましい。
【００１３】
【発明の実施の形態】以下、本発明に係るスタックスペ
ースを動的に割り当てるための方法及び装置のいくつか
の発明の実施の形態を図面を参照して説明する。
ースを動的に割り当てるための方法及び装置のいくつか
の発明の実施の形態を図面を参照して説明する。
【００１４】図１はコンピュータスタックの概念図であ
る。コンピュータスタック又はスタックチャンク１００
は、一般的にコンピュータシステムに関連付けられてい
るコンピュータメモリの一部である。スタックチャンク
１００は、通常、コンピュータシステムのランダムアク
セスメモリ（ＲＡＭ）内に配置され、フレーム、例えば
フレーム１０２に含まれるデータのリストと考えられ得
る。スタックチャンク１００は、スタックチャンク１０
０に関連するコール・チェイン内の関数の数に依存し
て、任意の数のフレーム又はページを含み得る。フレー
ム１０２は、特定の関数に関連する、例えばローカル変
数のようなデータを含むスタックチャンク１００上のメ
モリ領域である。例によれば、フレーム１０２は、図３
及び図４を参照して後述するように、スタック検出（st
ack-checking）関数に関連するローカル変数を含むこと
ができ、例えばフレーム１０２はスタック検出関数フレ
ームであり得る。
る。コンピュータスタック又はスタックチャンク１００
は、一般的にコンピュータシステムに関連付けられてい
るコンピュータメモリの一部である。スタックチャンク
１００は、通常、コンピュータシステムのランダムアク
セスメモリ（ＲＡＭ）内に配置され、フレーム、例えば
フレーム１０２に含まれるデータのリストと考えられ得
る。スタックチャンク１００は、スタックチャンク１０
０に関連するコール・チェイン内の関数の数に依存し
て、任意の数のフレーム又はページを含み得る。フレー
ム１０２は、特定の関数に関連する、例えばローカル変
数のようなデータを含むスタックチャンク１００上のメ
モリ領域である。例によれば、フレーム１０２は、図３
及び図４を参照して後述するように、スタック検出（st
ack-checking）関数に関連するローカル変数を含むこと
ができ、例えばフレーム１０２はスタック検出関数フレ
ームであり得る。
【００１５】コンピュータシステムによって当初割り当
てられるようなスタックチャンク１００は、所定のサイ
ズである。スタックチャンク１００に対するメモリの割
当は、「コール・チェイン」又は一連の関数コールの予
測サイズに依存し得る。代わりに、スタックチャンク１
００のサイズは、利用可能な連続するメモリの量によっ
て制約を受け得る。関数のコールチェインが実行される
と、コールチェインに関連する各関数は、全ての当初割
り当てられたスタックスペース、例えば連続しているス
タックスペースが使用されるか、又は当初に割り当てら
れた全スタックスペースの使用が切迫するまで、スタッ
クチャンク１００上の関連フレームを利用する。スタッ
クチャンク１００がより多くのメモリを要求すると、不
連続メモリがスタックチャンク１００に割り当てられ得
る。
てられるようなスタックチャンク１００は、所定のサイ
ズである。スタックチャンク１００に対するメモリの割
当は、「コール・チェイン」又は一連の関数コールの予
測サイズに依存し得る。代わりに、スタックチャンク１
００のサイズは、利用可能な連続するメモリの量によっ
て制約を受け得る。関数のコールチェインが実行される
と、コールチェインに関連する各関数は、全ての当初割
り当てられたスタックスペース、例えば連続しているス
タックスペースが使用されるか、又は当初に割り当てら
れた全スタックスペースの使用が切迫するまで、スタッ
クチャンク１００上の関連フレームを利用する。スタッ
クチャンク１００がより多くのメモリを要求すると、不
連続メモリがスタックチャンク１００に割り当てられ得
る。
【００１６】図２は不連続スタック、すなわち不連続メ
モリ内に存在するスタックの概念図である。図１を参照
して既述したように、スタックチャンク１００は、任意
の数のフレームを含み得る。しかしながら、スタックチ
ャンク１００に対して当初に割り当てられているよりも
多くのメモリが要求されると、同様にＲＡＭ内に配置さ
れているメモリ１０４の不連続な部分がスタックチャン
ク１００へ割り当てられ得る。スタックチャンク１００
は、スタックチャンクであると同様に考えられるメモリ
１０４の不連続な部分と一緒に全体にわたりスタック１
１０を形成する。
モリ内に存在するスタックの概念図である。図１を参照
して既述したように、スタックチャンク１００は、任意
の数のフレームを含み得る。しかしながら、スタックチ
ャンク１００に対して当初に割り当てられているよりも
多くのメモリが要求されると、同様にＲＡＭ内に配置さ
れているメモリ１０４の不連続な部分がスタックチャン
ク１００へ割り当てられ得る。スタックチャンク１００
は、スタックチャンクであると同様に考えられるメモリ
１０４の不連続な部分と一緒に全体にわたりスタック１
１０を形成する。
【００１７】プログラムの一部である各関数がスタック
検出関数、すなわち追加のメモリをスタックのために確
保すべきか否かを決定するために用いられる関数をコー
ルするようにプログラムを調整できる一方で、プログラ
ムのコール・チェインの一部分である各関数を検出する
ことはしばしば非能率的である。いくつかの関数は、追
加のメモリを必要とする傾向に全くないので、追加のス
タックチャンクが割り当てられるベきか否かを決定する
ために全ての関数を検出することは必要ない。どのコー
ルチェインおよび関数が追加スタックスペースの割当を
要求しそうであるかに関して決定をなすために、あらゆ
る適した方法が用いられ得る。追加のスタックスペース
を要求しそうなコールチェイン内の関数は、スタック検
出関数に対するコールを含むために変更され得る。すな
わち、関数が関連付けられるコール・チェインのための
メモリを確保するために、十分なスタックスペースが必
要であるか否かの検出が特定の関数内に追加され得る。
より詳しく説明すると、スタックが増加する（grow）こ
とを要求しそうなコールチェイン内の関数は、残りの利
用可能なスタックスペース上で検出を実行するスタック
検出関数によって置き換えられ得る。これらの関数は、
異なるコールチェインに対する「フック（hook）」、ま
たはアクセスポイントとして役立ち得ることは理解され
るべきである。
検出関数、すなわち追加のメモリをスタックのために確
保すべきか否かを決定するために用いられる関数をコー
ルするようにプログラムを調整できる一方で、プログラ
ムのコール・チェインの一部分である各関数を検出する
ことはしばしば非能率的である。いくつかの関数は、追
加のメモリを必要とする傾向に全くないので、追加のス
タックチャンクが割り当てられるベきか否かを決定する
ために全ての関数を検出することは必要ない。どのコー
ルチェインおよび関数が追加スタックスペースの割当を
要求しそうであるかに関して決定をなすために、あらゆ
る適した方法が用いられ得る。追加のスタックスペース
を要求しそうなコールチェイン内の関数は、スタック検
出関数に対するコールを含むために変更され得る。すな
わち、関数が関連付けられるコール・チェインのための
メモリを確保するために、十分なスタックスペースが必
要であるか否かの検出が特定の関数内に追加され得る。
より詳しく説明すると、スタックが増加する（grow）こ
とを要求しそうなコールチェイン内の関数は、残りの利
用可能なスタックスペース上で検出を実行するスタック
検出関数によって置き換えられ得る。これらの関数は、
異なるコールチェインに対する「フック（hook）」、ま
たはアクセスポイントとして役立ち得ることは理解され
るべきである。
【００１８】発明の実施の形態の１つでは、スタック検
出関数は、ラッパ（wrapper）関数を形成するために、
他のコードと共に包まれ（wrap）得る。より多くのスタ
ックスペースを必要としそうなコールチェインのために
だけ利用可能な残存するスタックスペースを検出するこ
とによって、全関数の検出に関連する非能率性が大幅に
低減される。さらに、全関数がスタック検出コードを含
むように全関数を再コンパイルする代わりにスタック検
出関数を使用することによって、コンパイラが割り増し
の（extra）スタック検出コードを発生するようにコン
パイラを修正することに原因があると考えられる複雑さ
が軽減される。
出関数は、ラッパ（wrapper）関数を形成するために、
他のコードと共に包まれ（wrap）得る。より多くのスタ
ックスペースを必要としそうなコールチェインのために
だけ利用可能な残存するスタックスペースを検出するこ
とによって、全関数の検出に関連する非能率性が大幅に
低減される。さらに、全関数がスタック検出コードを含
むように全関数を再コンパイルする代わりにスタック検
出関数を使用することによって、コンパイラが割り増し
の（extra）スタック検出コードを発生するようにコン
パイラを修正することに原因があると考えられる複雑さ
が軽減される。
【００１９】次に図３及び図４を参照して、本発明に係
る実施の形態に従って不連続スタックスペースの割当を
潜在的に必要とし得る関数を実行するための方法を記述
する。「実際の」関数、すなわちプログラムに関連する
コールチェインの一部であるコンパイルされた関数(コ
ンパイル済関数)を実行するプロセスはステップ２０２
にて開始し、ステップ２０４にてスタック検出関数がコ
ールされる。発明の実施の形態の１つでは、スタック検
出関数は、実際の関数（actual function）、つまり目
標（target）関数のためのラッパ関数の一部である。実
際の関数がパラメータ又は引数と共に最初にコールされ
た場合には、スタック検出関数が同一パラメータと共に
コールされることは理解されるべきである。一般的に、
スタック検出関数は、スタック検出関数が関連付けられ
ている実際の関数に付随する情報を使用して構築され
る。発明の実施の形態の１つでは、実際の関数によって
要求されるスタックのサイズは、実際の関数のためのラ
ッパ関数を生成するためにマクロと共に用いられる。
る実施の形態に従って不連続スタックスペースの割当を
潜在的に必要とし得る関数を実行するための方法を記述
する。「実際の」関数、すなわちプログラムに関連する
コールチェインの一部であるコンパイルされた関数(コ
ンパイル済関数)を実行するプロセスはステップ２０２
にて開始し、ステップ２０４にてスタック検出関数がコ
ールされる。発明の実施の形態の１つでは、スタック検
出関数は、実際の関数（actual function）、つまり目
標（target）関数のためのラッパ関数の一部である。実
際の関数がパラメータ又は引数と共に最初にコールされ
た場合には、スタック検出関数が同一パラメータと共に
コールされることは理解されるべきである。一般的に、
スタック検出関数は、スタック検出関数が関連付けられ
ている実際の関数に付随する情報を使用して構築され
る。発明の実施の形態の１つでは、実際の関数によって
要求されるスタックのサイズは、実際の関数のためのラ
ッパ関数を生成するためにマクロと共に用いられる。
【００２０】ステップ２０６では、現在のところ利用可
能なスタックスペースが、実際の関数の実行に適当か否
かに関して決定がなされる。この決定は、実際の関数の
実行のみならず、実際の関数によってコールされ得る全
関数の実行に適当なスタックスペースがあるか否かを決
定するための検出を伴う。追加のスタックスペースは割
り当てられるべきではないと決定された場合、処理フロ
ーは実際の関数がコールされるステップ２０８に移行す
る。実際の関数がコールされた後、実際の関数実行する
処理がステップ２１０にて終了する。
能なスタックスペースが、実際の関数の実行に適当か否
かに関して決定がなされる。この決定は、実際の関数の
実行のみならず、実際の関数によってコールされ得る全
関数の実行に適当なスタックスペースがあるか否かを決
定するための検出を伴う。追加のスタックスペースは割
り当てられるべきではないと決定された場合、処理フロ
ーは実際の関数がコールされるステップ２０８に移行す
る。実際の関数がコールされた後、実際の関数実行する
処理がステップ２１０にて終了する。
【００２１】ステップ２０６における決定が適当なスタ
ックスペースが存在しないということである場合には、
処理フローは、スタック検出関数に対するコールに渡さ
れる（passed）あらゆる引数またはパラメータを保持す
るためにデータ構造が生成されるステップ２１１に移行
する。データ構造はまた、実際の関数に関連付けられて
いるあらゆるリターン値を保持するように意図される。
ステップ２１１にてデータ構造が生成された後、スタッ
ク検出関数に対するコールに渡されるあらゆるパラメー
タがデータ構造内にコピーされる。いくつかの発明の実
施の形態において、実際の関数及びスタック検出関数
は、コールに渡されるパラメータを全く要求しないこと
は理解されるべきである。
ックスペースが存在しないということである場合には、
処理フローは、スタック検出関数に対するコールに渡さ
れる（passed）あらゆる引数またはパラメータを保持す
るためにデータ構造が生成されるステップ２１１に移行
する。データ構造はまた、実際の関数に関連付けられて
いるあらゆるリターン値を保持するように意図される。
ステップ２１１にてデータ構造が生成された後、スタッ
ク検出関数に対するコールに渡されるあらゆるパラメー
タがデータ構造内にコピーされる。いくつかの発明の実
施の形態において、実際の関数及びスタック検出関数
は、コールに渡されるパラメータを全く要求しないこと
は理解されるべきである。
【００２２】ステップ２１３では、原スタックチャンク
と共に用いられる新しい離れてる（discontiguous）ス
タックスペース、すなわち新しいスタックチャンクが割
り当てられる。原スタックチャンクと新しいスタックチ
ャンクとの間におけるインタフェースのための１つの構
成が図５を参照して記述される。一般的に、割り当てら
れたスタックスペースの量は、実際の関数によって要求
されそうなスタックスペースの量に依存する。すなわ
ち、スタックスペースは、実際の関数の要求に基づき動
的にサイズが変更される。発明の実施の形態の１つで
は、割り当てられる新規スタックチャンクは、割り当て
られていないスタックチャンクのメモリアロケータまた
はフリーリスト（free list）から取得される。新規ス
タックスペースが割り当てられた後、「ロングジャン
プ」のためにジャンプバックポイント（jump-back poin
t）がステップ２１４にて設定される。当業者に周知で
あるように、ロングジャンプは、スタックのあるレベル
におけるコールからスタックの深いレベルにおけるコー
ルへのジャンプである。ジャンプバックポイントは、１
つのスタックチャンク、例えば実際の関数が関連付けら
れている原スタックに関連づけられたポイントであり、
新規スタックチャンクからそのポイントへそのスタック
チャンクに対するリターンがなされ得る。ジャンプバッ
クポイントは、当業者によって理解されるように、一般
的にスレッド固有の（thread-specific）データ構造、
または、スレッド専用の（thread-private、スレッド私
用の）データ構造に配置される。全てのコールチェイン
がジャンプバックポイントを要求するわけではないが、
ジャンプバックポイントは一般的に、必要とされる事象
内に生成されることは理解されるべきである。
と共に用いられる新しい離れてる（discontiguous）ス
タックスペース、すなわち新しいスタックチャンクが割
り当てられる。原スタックチャンクと新しいスタックチ
ャンクとの間におけるインタフェースのための１つの構
成が図５を参照して記述される。一般的に、割り当てら
れたスタックスペースの量は、実際の関数によって要求
されそうなスタックスペースの量に依存する。すなわ
ち、スタックスペースは、実際の関数の要求に基づき動
的にサイズが変更される。発明の実施の形態の１つで
は、割り当てられる新規スタックチャンクは、割り当て
られていないスタックチャンクのメモリアロケータまた
はフリーリスト（free list）から取得される。新規ス
タックスペースが割り当てられた後、「ロングジャン
プ」のためにジャンプバックポイント（jump-back poin
t）がステップ２１４にて設定される。当業者に周知で
あるように、ロングジャンプは、スタックのあるレベル
におけるコールからスタックの深いレベルにおけるコー
ルへのジャンプである。ジャンプバックポイントは、１
つのスタックチャンク、例えば実際の関数が関連付けら
れている原スタックに関連づけられたポイントであり、
新規スタックチャンクからそのポイントへそのスタック
チャンクに対するリターンがなされ得る。ジャンプバッ
クポイントは、当業者によって理解されるように、一般
的にスレッド固有の（thread-specific）データ構造、
または、スレッド専用の（thread-private、スレッド私
用の）データ構造に配置される。全てのコールチェイン
がジャンプバックポイントを要求するわけではないが、
ジャンプバックポイントは一般的に、必要とされる事象
内に生成されることは理解されるべきである。
【００２３】ジャンプバックポイントがステップ２１４
にて生成された後、新規スタック上の実際の関数に対し
てコールがステップ２１６にてなされる。一般に、一
旦、実際の関数に対するコールがなされると、ステップ
２１１にて生成された構造内へコールからのあらゆるリ
ターン値がコピーされる。新規スタック上に実際の関数
のコールすることに関連するステップが図６を参照して
記述される。処理フローは、図４に図示するステップ２
１６から、実際の関数に対するコールがなされたとき原
スタックチャンクに対するロングジャンプが生じるか否
かに関して決定がなされるステップ２１８に進行する。
原スタックチャンクに対するロングジャンプが生じたと
決定される場合には、ステップ２２０にて、当業者に周
知である方法を用いて、原スタックチャンクの上に（ab
ove）割り当てられた使用されていないスタックチャン
クが除去（clean up、かたづける）される。原スタック
チャンクの上に（above）割り当てられた使用されてい
ないスタックチャンクが除去された後、スタックチャン
クがステップ２２２にてメモリアロケータに戻される。
代わりに、スタックチャンクはフリーリストに戻されて
もよい。フリーリストのために割り当てられたメモリ
は、あらゆる適したアプリケーションに対して再割り当
てされ得るが、フリーリストは一般的にスタックチャン
ク内での使用のためにのみメモリを再割り当てするため
に用いられる。「遅延再生（lazy reclamation）」方式
または新規に割り当てられたスタックチャンクの全てが
除去されない選択除去（selective clean up）方式で
は、このステップにて除去が実行されるないことは理解
されるべきである。
にて生成された後、新規スタック上の実際の関数に対し
てコールがステップ２１６にてなされる。一般に、一
旦、実際の関数に対するコールがなされると、ステップ
２１１にて生成された構造内へコールからのあらゆるリ
ターン値がコピーされる。新規スタック上に実際の関数
のコールすることに関連するステップが図６を参照して
記述される。処理フローは、図４に図示するステップ２
１６から、実際の関数に対するコールがなされたとき原
スタックチャンクに対するロングジャンプが生じるか否
かに関して決定がなされるステップ２１８に進行する。
原スタックチャンクに対するロングジャンプが生じたと
決定される場合には、ステップ２２０にて、当業者に周
知である方法を用いて、原スタックチャンクの上に（ab
ove）割り当てられた使用されていないスタックチャン
クが除去（clean up、かたづける）される。原スタック
チャンクの上に（above）割り当てられた使用されてい
ないスタックチャンクが除去された後、スタックチャン
クがステップ２２２にてメモリアロケータに戻される。
代わりに、スタックチャンクはフリーリストに戻されて
もよい。フリーリストのために割り当てられたメモリ
は、あらゆる適したアプリケーションに対して再割り当
てされ得るが、フリーリストは一般的にスタックチャン
ク内での使用のためにのみメモリを再割り当てするため
に用いられる。「遅延再生（lazy reclamation）」方式
または新規に割り当てられたスタックチャンクの全てが
除去されない選択除去（selective clean up）方式で
は、このステップにて除去が実行されるないことは理解
されるべきである。
【００２４】ステップ２２２から、処理フローはステッ
プ２２４へ進み、そこでは実際の関数に所属する（appr
opriate）スタックチャンク内にあると共に、ユーザ提
供の（user-provided）コード内に格納される参照付け
られているユーザ生成の（user-created）ジャンプバッ
クポイントに、ジャンプがなされる。すなわち、ユーザ
生成のジャンプバックポイントを含むスタックチャンク
内のフレームへジャンプがなされる。先にステ ップ
２１８にて決定されたように、実際の目的地へロングジ
ャンプが要請される。しかしながら、使用されていない
スタックチャンク、つまりステップ２１３にて生成され
実際の目的地を含まないあらゆるスタックチャンクを除
去することを可能にするために、実際の目的地からジャ
ンプバックポイントまで迂回するためにロングジャンプ
がなされる。使用されていないスタックチャンクが除去
され、そして割当られたメモリに戻された後、実際の目
的地に対するジャンプがなされる。それから、スタック
検出に伴う実際の関数を実行する処理が、ステップ２１
０で終了する。
プ２２４へ進み、そこでは実際の関数に所属する（appr
opriate）スタックチャンク内にあると共に、ユーザ提
供の（user-provided）コード内に格納される参照付け
られているユーザ生成の（user-created）ジャンプバッ
クポイントに、ジャンプがなされる。すなわち、ユーザ
生成のジャンプバックポイントを含むスタックチャンク
内のフレームへジャンプがなされる。先にステ ップ
２１８にて決定されたように、実際の目的地へロングジ
ャンプが要請される。しかしながら、使用されていない
スタックチャンク、つまりステップ２１３にて生成され
実際の目的地を含まないあらゆるスタックチャンクを除
去することを可能にするために、実際の目的地からジャ
ンプバックポイントまで迂回するためにロングジャンプ
がなされる。使用されていないスタックチャンクが除去
され、そして割当られたメモリに戻された後、実際の目
的地に対するジャンプがなされる。それから、スタック
検出に伴う実際の関数を実行する処理が、ステップ２１
０で終了する。
【００２５】ステップ２１８にて原スタックに対するロ
ングジャンプは生じなかったと決定される場合には、ス
テップ２１３にて割り当てられた新規なスタックチャン
クがステップ２２６に除去される。ある発明の実施の形
態では、全ての新規スタックチャンクが除去される。他
の実施の形態では、スタックチャンクを要求し得る別の
関数コールを見越して、いくつかのスタックチャンクは
除去されないことがある。除去されたスタックチャンク
は、ステップ２２８にてメモリアロケータ、フリーリス
ト等に戻される。一旦、スタックチャンクが戻される
と、ステップ２３０にて実際の関数からスタック検出関
数へのリターンがなされる。最後に、ステップ２３２に
て、実際の関数のあらゆるリターン値が、ステップ２１
１にて生成された構造からコピーされる。そして、スタ
ック検出を含む実際の関数を実行する処理は、２１０に
て完了する。
ングジャンプは生じなかったと決定される場合には、ス
テップ２１３にて割り当てられた新規なスタックチャン
クがステップ２２６に除去される。ある発明の実施の形
態では、全ての新規スタックチャンクが除去される。他
の実施の形態では、スタックチャンクを要求し得る別の
関数コールを見越して、いくつかのスタックチャンクは
除去されないことがある。除去されたスタックチャンク
は、ステップ２２８にてメモリアロケータ、フリーリス
ト等に戻される。一旦、スタックチャンクが戻される
と、ステップ２３０にて実際の関数からスタック検出関
数へのリターンがなされる。最後に、ステップ２３２に
て、実際の関数のあらゆるリターン値が、ステップ２１
１にて生成された構造からコピーされる。そして、スタ
ック検出を含む実際の関数を実行する処理は、２１０に
て完了する。
【００２６】原スタック及び原スタックが関連付けられ
ている新規スタックは、あらゆる適した構成を有し得
る。本発明の発明の実施の形態に従う不連続なコンピュ
ータスタックを模式的に示す、ふさわしい１つの構成が
図５に図示されている。コンピュータスタック３０２
は、原スタックチャンク３０６と新規スタックチャンク
３０８とを備えている。スタック３０２は、２つの離れ
ている部分、すなわち原スタック３０６及び新規スタッ
ク３０８により構成されるように図示されているが、あ
らゆる数の隣接しない部分を備え得ることは理解される
べきである。
ている新規スタックは、あらゆる適した構成を有し得
る。本発明の発明の実施の形態に従う不連続なコンピュ
ータスタックを模式的に示す、ふさわしい１つの構成が
図５に図示されている。コンピュータスタック３０２
は、原スタックチャンク３０６と新規スタックチャンク
３０８とを備えている。スタック３０２は、２つの離れ
ている部分、すなわち原スタック３０６及び新規スタッ
ク３０８により構成されるように図示されているが、あ
らゆる数の隣接しない部分を備え得ることは理解される
べきである。
【００２７】原スタックチャンク３０６は、スタック検
出関数により使用されるローカル変数、すなわち原スタ
ックチャンク３０６に対してローカルである変数を保持
するスタック検出関数フレーム３１２を含む。図４を参
照して上述したように、スタック検出関数は、一般的に
スタックオーバフローが発生しているか、あるいは、切
迫しているか否かを決定するために用いられる。スタッ
ク検出関数は、一般的にスタックスペースを割り当てる
ために、使用中でないスタックチャンクの除去を実行す
るために用いられるコードを含む「スタックリフレクタ
（stack reflector）」関数にアクセスする。スタック
リフレクタ関数によって用いられるローカル変数は、ス
タックリフレクタフレーム３１４に含まれる。
出関数により使用されるローカル変数、すなわち原スタ
ックチャンク３０６に対してローカルである変数を保持
するスタック検出関数フレーム３１２を含む。図４を参
照して上述したように、スタック検出関数は、一般的に
スタックオーバフローが発生しているか、あるいは、切
迫しているか否かを決定するために用いられる。スタッ
ク検出関数は、一般的にスタックスペースを割り当てる
ために、使用中でないスタックチャンクの除去を実行す
るために用いられるコードを含む「スタックリフレクタ
（stack reflector）」関数にアクセスする。スタック
リフレクタ関数によって用いられるローカル変数は、ス
タックリフレクタフレーム３１４に含まれる。
【００２８】既述の発明の実施の形態では、スタックリ
フレクタフレーム３１４内に含まれる変数は、ポインタ
が原スタックチャンク３０６と新規スタックチャンク３
０８との間を移動しつつある間に、ロックに関連付けら
れているスタックに他のスレッドがアクセスすることを
一時的に防ぐロックである「スタック検出ロック」をロ
ックするために用いられる変数を含む。原スタックチャ
ンク３０６と新規スタックチャンク３０８との間を移動
させられる１つのポインタは、一般的にカレントスタッ
クチャンクポインタとして知られている。カレントスタ
ックチャンクポインタは、一般的に使用中のスタック、
例えばスタック３０２、を追跡する。スタックチャンク
に関連付けられているフレームポインタ、例えば新規ス
タックチャンク３０８、は使用中の新規スタックチャン
ク３０８のカレントフレームの位置を識別する。各スタ
ックチャンクのためのフレームポインタを含む実施の形
態では、使用中でないスタックチャンクに対して、その
スタックチャンクに関連づけられたフレームポインタ
は、スタックチャンクの「上部の（top）」フレーム又
は最も最近使用されたスタックチャンクのフレームを
「指し示す」、つまり識別する。さらに、各フレームは
フレーム内のカレントスタックポインタの最新位置を保
管する（save）フレームスタックポインタを含む。
フレクタフレーム３１４内に含まれる変数は、ポインタ
が原スタックチャンク３０６と新規スタックチャンク３
０８との間を移動しつつある間に、ロックに関連付けら
れているスタックに他のスレッドがアクセスすることを
一時的に防ぐロックである「スタック検出ロック」をロ
ックするために用いられる変数を含む。原スタックチャ
ンク３０６と新規スタックチャンク３０８との間を移動
させられる１つのポインタは、一般的にカレントスタッ
クチャンクポインタとして知られている。カレントスタ
ックチャンクポインタは、一般的に使用中のスタック、
例えばスタック３０２、を追跡する。スタックチャンク
に関連付けられているフレームポインタ、例えば新規ス
タックチャンク３０８、は使用中の新規スタックチャン
ク３０８のカレントフレームの位置を識別する。各スタ
ックチャンクのためのフレームポインタを含む実施の形
態では、使用中でないスタックチャンクに対して、その
スタックチャンクに関連づけられたフレームポインタ
は、スタックチャンクの「上部の（top）」フレーム又
は最も最近使用されたスタックチャンクのフレームを
「指し示す」、つまり識別する。さらに、各フレームは
フレーム内のカレントスタックポインタの最新位置を保
管する（save）フレームスタックポインタを含む。
【００２９】いくつかのスタックチャンクが含まれてい
る実施の形態に対しては、スタックチャンクのコンテキ
スト構造は、現在使用中のスタックチャンクを含む全体
にわたるスタックの一部であるスタックチャンクを識別
するために用いられ得ることは理解されるべきである。
このスタックチャンクのコンテキスト構造は、カレント
スタックチャックポインタによって先に指し示されたス
タックチャンクを識別する。ロングジャンプがなされる
ポイントはまた、スタックチャンクのコンテキスト構造
内にて識別され得る。
る実施の形態に対しては、スタックチャンクのコンテキ
スト構造は、現在使用中のスタックチャンクを含む全体
にわたるスタックの一部であるスタックチャンクを識別
するために用いられ得ることは理解されるべきである。
このスタックチャンクのコンテキスト構造は、カレント
スタックチャックポインタによって先に指し示されたス
タックチャンクを識別する。ロングジャンプがなされる
ポイントはまた、スタックチャンクのコンテキスト構造
内にて識別され得る。
【００３０】あらゆる適切なロックであり得るスタック
保護ロック、例えばスケジューラロックは、カレントス
タックチャンクポインタを原スタックチャンク３０６と
新規スタックチャンク３０８との間で移動させている間
に、他のスレッドが新規スタック３０８及びスタックチ
ャンク３０６にアクセスすることを防止するという目的
にかなう（serve）。ロックがスケジューラロックであ
る実施の形態では、短期間、マルチスレッドされた（mu
lti-threaded）実行が防止される。
保護ロック、例えばスケジューラロックは、カレントス
タックチャンクポインタを原スタックチャンク３０６と
新規スタックチャンク３０８との間で移動させている間
に、他のスレッドが新規スタック３０８及びスタックチ
ャンク３０６にアクセスすることを防止するという目的
にかなう（serve）。ロックがスケジューラロックであ
る実施の形態では、短期間、マルチスレッドされた（mu
lti-threaded）実行が防止される。
【００３１】スタックリフレクタ関数がスタックチャン
クを割り当てると、スタックリフレクタ関数は不連続ス
タックチャンク、例えば新規スタックチャンク３０８、
を割り当てできる。新規スタックチャンク３０８及び原
スタックチャンク３０６が、実メモリ内で隣接していな
いが、バッファフレーム３１６は、新規スタックチャン
ク３０８と原スタックチャンク３０６との間の機能リン
ケージとして役に立つ。すなわち、バッファフレーム３
１６は、基本的に新規スタックチャンク３０８と原スタ
ックチャンク３０６との間の境界を透過的に若しくは透
明に（トランスペアレント、trasparent）する。バッフ
ァフレーム３１６に関連するバッファフレーム関数は、
新規スタックチャンク３０８上で実行中である関数を呼
び出す（invoke）。このバッファフレーム関数は、カレ
ントスタックポインタと先のスタックポインタとの間に
おける隠された不連続性を持って実際の関数の実行を可
能にする。さらに、実際の関数は、不連続なスタック３
０６、３０８間になされる区別なしに実行し得る。新規
スタックチャンク３０８の呼び出しプロセスには、原ス
タックチャンク３０６から新規スタックチャンク３０８
へスタックポインタを移動すること、及び新規スタック
チャンク３０８に関連するフレームポインタをバッファ
フレーム３１６へ移動することが含まれる。
クを割り当てると、スタックリフレクタ関数は不連続ス
タックチャンク、例えば新規スタックチャンク３０８、
を割り当てできる。新規スタックチャンク３０８及び原
スタックチャンク３０６が、実メモリ内で隣接していな
いが、バッファフレーム３１６は、新規スタックチャン
ク３０８と原スタックチャンク３０６との間の機能リン
ケージとして役に立つ。すなわち、バッファフレーム３
１６は、基本的に新規スタックチャンク３０８と原スタ
ックチャンク３０６との間の境界を透過的に若しくは透
明に（トランスペアレント、trasparent）する。バッフ
ァフレーム３１６に関連するバッファフレーム関数は、
新規スタックチャンク３０８上で実行中である関数を呼
び出す（invoke）。このバッファフレーム関数は、カレ
ントスタックポインタと先のスタックポインタとの間に
おける隠された不連続性を持って実際の関数の実行を可
能にする。さらに、実際の関数は、不連続なスタック３
０６、３０８間になされる区別なしに実行し得る。新規
スタックチャンク３０８の呼び出しプロセスには、原ス
タックチャンク３０６から新規スタックチャンク３０８
へスタックポインタを移動すること、及び新規スタック
チャンク３０８に関連するフレームポインタをバッファ
フレーム３１６へ移動することが含まれる。
【００３２】トランポリン関数フレーム３１８に関連す
る「トランポリン」関数は、スケジューラロックを解除
するためにバッファフレーム関数によって呼び出され、
実際の関数フレーム３２２に関連する実際の関数が呼び
出されることを可能にする。トランポリン関数は、一般
的に、スタックリフレクタ関数の作業を続行する。図３
及び図４を参照して前述したように、引数はデータ構造
またはメモリ構造を使用して実際の関数に渡され得る。
データ構造は、実際の関数に対するあらゆる引数、及び
実際の関数に対するコールの結果得られるあらゆるリタ
ーン値のトランスポート（transport）として役立つ。
る「トランポリン」関数は、スケジューラロックを解除
するためにバッファフレーム関数によって呼び出され、
実際の関数フレーム３２２に関連する実際の関数が呼び
出されることを可能にする。トランポリン関数は、一般
的に、スタックリフレクタ関数の作業を続行する。図３
及び図４を参照して前述したように、引数はデータ構造
またはメモリ構造を使用して実際の関数に渡され得る。
データ構造は、実際の関数に対するあらゆる引数、及び
実際の関数に対するコールの結果得られるあらゆるリタ
ーン値のトランスポート（transport）として役立つ。
【００３３】一般に、トランポリン関数は、プロローグ
及びエピローグを含む。プロローグはあらゆるコードを
含み得るが、既述の実施の形態では、プロローグは「ロ
ックコード」またはスタック保護ロックをロックするた
めに用いられるコードを含んでいる。同様にして、エピ
ローグもまたあらゆるコードを含み得るが、既述の実施
の形態では、エピローグは、スタック保護ロックをアン
ロックする（unlock）ために用いられるコードを含む。
及びエピローグを含む。プロローグはあらゆるコードを
含み得るが、既述の実施の形態では、プロローグは「ロ
ックコード」またはスタック保護ロックをロックするた
めに用いられるコードを含んでいる。同様にして、エピ
ローグもまたあらゆるコードを含み得るが、既述の実施
の形態では、エピローグは、スタック保護ロックをアン
ロックする（unlock）ために用いられるコードを含む。
【００３４】既述の実施の形態では、一旦、トランポリ
ン関数がスタック保護ロックをアンロックするプロロー
グコードを実行すると、引数またはパラメータを実際の
関数に対するコール内へコピーするために、引数及びリ
ターン値コピー関数フレーム３２０に含まれるローカル
変数を使用する引数及びリターン値コピー関数が呼び出
される。実際の関数は、実際の関数フレーム３２２と関
連付けられる。いくつかの発明の実施の形態では、トラ
ンポリン関数と引数及びリターン値コピー関数は、単一
の関数を構成できることは理解されるべきである。
ン関数がスタック保護ロックをアンロックするプロロー
グコードを実行すると、引数またはパラメータを実際の
関数に対するコール内へコピーするために、引数及びリ
ターン値コピー関数フレーム３２０に含まれるローカル
変数を使用する引数及びリターン値コピー関数が呼び出
される。実際の関数は、実際の関数フレーム３２２と関
連付けられる。いくつかの発明の実施の形態では、トラ
ンポリン関数と引数及びリターン値コピー関数は、単一
の関数を構成できることは理解されるべきである。
【００３５】一旦、実際の関数がコールされると、コー
ルがリターン値を発生させる場合、既述のように、リタ
ーン値はデータ構造内にコピーされる。リターン値がコ
ピーされた後、プロセス制御はスタック保護ロックを再
ロックするコマンドを含み得るエピローグコードを実行
するためトランポリン関数に戻される。最後に、リター
ン値は既述のデータ構造を介してスタック検出関数に戻
される。
ルがリターン値を発生させる場合、既述のように、リタ
ーン値はデータ構造内にコピーされる。リターン値がコ
ピーされた後、プロセス制御はスタック保護ロックを再
ロックするコマンドを含み得るエピローグコードを実行
するためトランポリン関数に戻される。最後に、リター
ン値は既述のデータ構造を介してスタック検出関数に戻
される。
【００３６】次に図６を参照して、本発明に係る発明の
実施の形態に従う新規スタック上の実際の関数をコール
することに関連するステップについて記述する。換言す
れば、図３のステップ２１６について詳述する。ステッ
プ４０４では、フレームポインタ及びカレントスタック
ポインタを同一の新規スタックチャンク内に置くため
に、既述のバッファフレーム関数がコールされる。バッ
ファフレーム関数はさらに、実際の関数に関連するあら
ゆる引数を新規スタックチャンクにコピーするために用
いられる。一般的に、スタック検出関数またはバッファ
フレーム関数によってコールされる関数、例えばスタッ
クリフレクタ関数が、バッファフレーム関数に対するコ
ールをする。
実施の形態に従う新規スタック上の実際の関数をコール
することに関連するステップについて記述する。換言す
れば、図３のステップ２１６について詳述する。ステッ
プ４０４では、フレームポインタ及びカレントスタック
ポインタを同一の新規スタックチャンク内に置くため
に、既述のバッファフレーム関数がコールされる。バッ
ファフレーム関数はさらに、実際の関数に関連するあら
ゆる引数を新規スタックチャンクにコピーするために用
いられる。一般的に、スタック検出関数またはバッファ
フレーム関数によってコールされる関数、例えばスタッ
クリフレクタ関数が、バッファフレーム関数に対するコ
ールをする。
【００３７】バッファフレーム関数がコールされた後、
ステップ４０６にて新規スタックチャンク上での実行に
必要なプロローグコードが実行される。プロローグコー
ドは、スタック保護ロックを解除、つまりアンロックす
るためのコマンドを有し得る。いくつかの実施の形態で
は、スタック保護ロックはスタックリフレクタ関数を使
用してロックされ、またトランポリン関数を使用してア
ンロックされ得る。既述のように、スタック保護ロック
は、一般的に、カレントプログラムまたはスレッド以外
のプログラムまたはスレッドによるスタックに対するア
クセスを防止する。他のスレッドについてカレントスタ
ックポインタを実行し、また検証するために、ステップ
４０６にてスタック保護ロックがアンロックされなけれ
ばならない。
ステップ４０６にて新規スタックチャンク上での実行に
必要なプロローグコードが実行される。プロローグコー
ドは、スタック保護ロックを解除、つまりアンロックす
るためのコマンドを有し得る。いくつかの実施の形態で
は、スタック保護ロックはスタックリフレクタ関数を使
用してロックされ、またトランポリン関数を使用してア
ンロックされ得る。既述のように、スタック保護ロック
は、一般的に、カレントプログラムまたはスレッド以外
のプログラムまたはスレッドによるスタックに対するア
クセスを防止する。他のスレッドについてカレントスタ
ックポインタを実行し、また検証するために、ステップ
４０６にてスタック保護ロックがアンロックされなけれ
ばならない。
【００３８】ステップ４０８では、実際の関数は、この
目的のために生成されたデータ構造内に保持されている
パラメータ値を使用して実行される。すなわち、図３の
ステップ２１１にて生成されたデータ構造内に格納され
ているパラメータ値は、実際の関数に対するコールに用
いられる。いくつかの実施の形態では、トランポリン関
数に関連付けられているプロローグコードの実行が実際
の関数の実行に先立ち要求され、またエピローグコード
の実行がバッファフレームへのリターンに先立ち要求さ
れ得る。つまり、実際の関数の実行をトランポリン関数
に対するコールと共に介在させ得る。実際の関数を実行
した後、ステップ４１０にて、実際の関数の実行から生
じるあらゆるリターン値がデータ構造内に書き込まれ
る。いくつかの実施の形態では、実際の関数は値を戻さ
ず、この場合は、データ構造内にはリターン値が格納さ
れない。
目的のために生成されたデータ構造内に保持されている
パラメータ値を使用して実行される。すなわち、図３の
ステップ２１１にて生成されたデータ構造内に格納され
ているパラメータ値は、実際の関数に対するコールに用
いられる。いくつかの実施の形態では、トランポリン関
数に関連付けられているプロローグコードの実行が実際
の関数の実行に先立ち要求され、またエピローグコード
の実行がバッファフレームへのリターンに先立ち要求さ
れ得る。つまり、実際の関数の実行をトランポリン関数
に対するコールと共に介在させ得る。実際の関数を実行
した後、ステップ４１０にて、実際の関数の実行から生
じるあらゆるリターン値がデータ構造内に書き込まれ
る。いくつかの実施の形態では、実際の関数は値を戻さ
ず、この場合は、データ構造内にはリターン値が格納さ
れない。
【００３９】プロセス制御はステップ４１０から、一般
的に、トランポリン関数と関連付けられている新規スタ
ックチャンクのためのエピローグコードが実行されるス
テップ４１２に進行する。既述の発明の実施の形態で
は、エピローグコードはスタック保護ロックを再ロック
するためのコマンドを含んでいる。エピローグコードの
実行された後、ステップ４１４にてバッファフレームに
対してリターンがなされる。続いて、ステップ４１６に
てスタックリフレクタフレームに対するリターンがなさ
れる。既述のように、スタックリフレクタフレームに関
連付けられているコードは、スタックの除去に用いられ
るコードを含む。スタックリフレクタに対するリターン
の後、新規スタック上の実際の関数をコールするプロセ
スは４１８にて終了する。
的に、トランポリン関数と関連付けられている新規スタ
ックチャンクのためのエピローグコードが実行されるス
テップ４１２に進行する。既述の発明の実施の形態で
は、エピローグコードはスタック保護ロックを再ロック
するためのコマンドを含んでいる。エピローグコードの
実行された後、ステップ４１４にてバッファフレームに
対してリターンがなされる。続いて、ステップ４１６に
てスタックリフレクタフレームに対するリターンがなさ
れる。既述のように、スタックリフレクタフレームに関
連付けられているコードは、スタックの除去に用いられ
るコードを含む。スタックリフレクタに対するリターン
の後、新規スタック上の実際の関数をコールするプロセ
スは４１８にて終了する。
【００４０】図７は本発明が適用される一般的なコンピ
ュータシステムを図示する。コンピュータシステム５３
０は、任意の数のプロセッサ５３２（中央演算処理装
置、または、ＣＰＵともいう）を備えている。ＣＰＵ５
３２は、一次記憶装置５３４（一般的に、リードオンリ
メモリ、つまりＲＯＭ）、及び一般的にスタックが存在
する一次記憶装置５３６（一般的に、ランダムアクセス
メモリ、つまりＲＡＭ）を含む記憶装置に結合されてい
る。当業者にとって周知のように、ＲＯＭ５３４は、デ
ータ及び命令をＣＰＵに対して単一方向に転送し、ＲＡ
Ｍ５３６は、一般的にデータ及び命令を双方向に転送す
る。一次記憶装置５３４、５３６は共に上述のあらゆる
適したコンピュータ読取り可能媒体を含み得る。大容量
記憶装置５３８もまた、双方向に転送可能であるように
ＣＰＵ５３２と結合されており、また追加データ記憶容
量を提供する。大容量記憶装置５３８は、プログラム、
データ等を記憶するために用いられる、一般的に、一次
記憶装置５３４、５３６よりも遅いハードディスクのよ
うな二次記憶装置である。大容量記憶装置５３８は、磁
気若しくは紙テープのリーダまたは他の良く知られてい
る装置の形式を採ることができる。大容量記憶装置５３
８内に保有されている情報を、適当な場合に、標準的な
方法により仮想メモリの形でＲＡＭ５３６の一部として
組み込みできることが理解される。ＣＤ−ＲＯＭ５３４
といった特定の大容量記憶装置もまた、ＣＰＵに対して
データを単一方向に転送し（pass）得る。
ュータシステムを図示する。コンピュータシステム５３
０は、任意の数のプロセッサ５３２（中央演算処理装
置、または、ＣＰＵともいう）を備えている。ＣＰＵ５
３２は、一次記憶装置５３４（一般的に、リードオンリ
メモリ、つまりＲＯＭ）、及び一般的にスタックが存在
する一次記憶装置５３６（一般的に、ランダムアクセス
メモリ、つまりＲＡＭ）を含む記憶装置に結合されてい
る。当業者にとって周知のように、ＲＯＭ５３４は、デ
ータ及び命令をＣＰＵに対して単一方向に転送し、ＲＡ
Ｍ５３６は、一般的にデータ及び命令を双方向に転送す
る。一次記憶装置５３４、５３６は共に上述のあらゆる
適したコンピュータ読取り可能媒体を含み得る。大容量
記憶装置５３８もまた、双方向に転送可能であるように
ＣＰＵ５３２と結合されており、また追加データ記憶容
量を提供する。大容量記憶装置５３８は、プログラム、
データ等を記憶するために用いられる、一般的に、一次
記憶装置５３４、５３６よりも遅いハードディスクのよ
うな二次記憶装置である。大容量記憶装置５３８は、磁
気若しくは紙テープのリーダまたは他の良く知られてい
る装置の形式を採ることができる。大容量記憶装置５３
８内に保有されている情報を、適当な場合に、標準的な
方法により仮想メモリの形でＲＡＭ５３６の一部として
組み込みできることが理解される。ＣＤ−ＲＯＭ５３４
といった特定の大容量記憶装置もまた、ＣＰＵに対して
データを単一方向に転送し（pass）得る。
【００４１】ＣＰＵ５３２はまた、以下のものに限定さ
れるものではないが、ビデオモニタ、トラックボール、
マウス、キーボード、マイクロホン、接触感応ディスプ
レイ、トランスジューサカードリーダ、磁気若しくは紙
テープのリーダ、タブレット（tablet）、スタイラス
（stylus）、音声又は手書き認識装置、当然のことなが
ら他のコンピュータといった他の周知の入力装置を含
む、１つ以上の入出力装置５４０と結合されている。最
後に、ＣＰＵ５３２は、５１２において一般的に示され
ているネットワーク接続を使用して、コンピュータ又は
通信（telecommunucations）ネットワーク、例えばイン
ターネットワーク若しくはイントラネットワークと、任
意に接続され得る。このようなネットワーク接続を用い
て、ＣＰＵは上記方法のステップを実行するうちに、ネ
ットワークから情報を受け取り、またはネットワークに
向けて情報を出力できることが予想される。上述の装置
及び機器は、コンピュータハードウェア及びソフトウェ
アの技術分野における当業者に馴染みのあるものであろ
う。
れるものではないが、ビデオモニタ、トラックボール、
マウス、キーボード、マイクロホン、接触感応ディスプ
レイ、トランスジューサカードリーダ、磁気若しくは紙
テープのリーダ、タブレット（tablet）、スタイラス
（stylus）、音声又は手書き認識装置、当然のことなが
ら他のコンピュータといった他の周知の入力装置を含
む、１つ以上の入出力装置５４０と結合されている。最
後に、ＣＰＵ５３２は、５１２において一般的に示され
ているネットワーク接続を使用して、コンピュータ又は
通信（telecommunucations）ネットワーク、例えばイン
ターネットワーク若しくはイントラネットワークと、任
意に接続され得る。このようなネットワーク接続を用い
て、ＣＰＵは上記方法のステップを実行するうちに、ネ
ットワークから情報を受け取り、またはネットワークに
向けて情報を出力できることが予想される。上述の装置
及び機器は、コンピュータハードウェア及びソフトウェ
アの技術分野における当業者に馴染みのあるものであろ
う。
【００４２】したがって、本発明は、新規コンパイラの
設計、及び既存ソフトウェアの再コンパイルといった労
力及び出費を無くしてコンピュータシステムにおける効
率的なメモリ割当方法を提供することができる。本明細
書に記載した方法、装置、及びソフトウェアを使用する
ことにより、メモリ割当エラーの発生を防止するために
スタックオーバフロー状況の評価が可能になり、また必
要に応じて新規メモリスタックチャンクが再割り当てさ
れる。これは、既存コンパイラの再設計、及び既存ソフ
トウェアの再コンパイルを不要にするラップスタック検
出（wrap stackchecking）を使用して実行され得る。
設計、及び既存ソフトウェアの再コンパイルといった労
力及び出費を無くしてコンピュータシステムにおける効
率的なメモリ割当方法を提供することができる。本明細
書に記載した方法、装置、及びソフトウェアを使用する
ことにより、メモリ割当エラーの発生を防止するために
スタックオーバフロー状況の評価が可能になり、また必
要に応じて新規メモリスタックチャンクが再割り当てさ
れる。これは、既存コンパイラの再設計、及び既存ソフ
トウェアの再コンパイルを不要にするラップスタック検
出（wrap stackchecking）を使用して実行され得る。
【００４３】以上、本発明のいくつかの実施の形態に基
づき本発明を説明したが、本発明の趣旨から逸脱しない
範囲で種々の変更改良が可能である。例えば、スタック
スペースの利用可能性を決定する能力を必要とする関数
の実行に関連するステップは、広く変更され得る。ステ
ップは、本発明の趣旨から逸脱しない範囲で追加、ある
いは、削除され得る。さらに、使用されていないスタッ
クチャンクの除去プロセスは、全てを除去するのではな
く選択的であり得る。本発明の趣旨を逸脱することな
く、例えば、不使用のスタックチャンク全てを除去する
のでなく、所定のスタックチャンクが除去され、残りの
スタックチャンクが将来の関数を見越して割り当てられ
たまま残され得る。
づき本発明を説明したが、本発明の趣旨から逸脱しない
範囲で種々の変更改良が可能である。例えば、スタック
スペースの利用可能性を決定する能力を必要とする関数
の実行に関連するステップは、広く変更され得る。ステ
ップは、本発明の趣旨から逸脱しない範囲で追加、ある
いは、削除され得る。さらに、使用されていないスタッ
クチャンクの除去プロセスは、全てを除去するのではな
く選択的であり得る。本発明の趣旨を逸脱することな
く、例えば、不使用のスタックチャンク全てを除去する
のでなく、所定のスタックチャンクが除去され、残りの
スタックチャンクが将来の関数を見越して割り当てられ
たまま残され得る。
【００４４】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
必要に応じて、あるいは、新規コンパイラを必要とする
ことなく仮想メモリをサポートするために充分なハード
ウェアが存在しないとき、追加スタックスペースを有効
に関数に割り当てることができる。
必要に応じて、あるいは、新規コンパイラを必要とする
ことなく仮想メモリをサポートするために充分なハード
ウェアが存在しないとき、追加スタックスペースを有効
に関数に割り当てることができる。
【図１】 コンピュータスタックの概念図である。
【図２】 不連続なコンピュータスタックの概念図であ
る。
る。
【図３】 本発明に係る発明の実施の形態に従うスタッ
クオーバフローの検出を含む関数に関連するステップを
示すフローチャートである。
クオーバフローの検出を含む関数に関連するステップを
示すフローチャートである。
【図４】 図３に続く、本発明に係る発明の実施の形態
に従うスタックオーバフローの検出を含む関数に関連す
るステップを示すフローチャートである。
に従うスタックオーバフローの検出を含む関数に関連す
るステップを示すフローチャートである。
【図５】 発明の実施の形態の１つに従うバッファフレ
ームを含む不連続なコンピュータスタックの概念図であ
る。
ームを含む不連続なコンピュータスタックの概念図であ
る。
【図６】 発明の実施の形態の１つに従うスタック検出
関数のコールに関連するステップを示すフローチャート
である。
関数のコールに関連するステップを示すフローチャート
である。
【図７】 発明の実施の形態において用いられる一般的
なコンピュータシステムのブロック構成図である。
なコンピュータシステムのブロック構成図である。
１００…スタックチャンク、１０２…フレーム、１０４
…メモリ、１１０…全スタック、３０２…コンピュータ
スタック、３０６…原スタックチャンク、３０８…新規
スタックチャンク、３１０…原スタック、３１２…スタ
ック検出機能フレーム、３１４…スタックリフレクタフ
レーム、３１６…バッファフレーム、３１８…トランポ
リン関数フレーム、３２０…引数及びリターン値コピー
関数フレーム、３２２…実際の関数フレーム、５１２…
ネットワーク接続回路、５３０…コンピュータシステ
ム、５３２…ＣＰＵ、５３４…一次記憶装置（ＲＯ
Ｍ）、５３６…一次記憶装置（ＲＡＭ）、５３８…大容
量記憶装置、５４０…入出力装置。
…メモリ、１１０…全スタック、３０２…コンピュータ
スタック、３０６…原スタックチャンク、３０８…新規
スタックチャンク、３１０…原スタック、３１２…スタ
ック検出機能フレーム、３１４…スタックリフレクタフ
レーム、３１６…バッファフレーム、３１８…トランポ
リン関数フレーム、３２０…引数及びリターン値コピー
関数フレーム、３２２…実際の関数フレーム、５１２…
ネットワーク接続回路、５３０…コンピュータシステ
ム、５３２…ＣＰＵ、５３４…一次記憶装置（ＲＯ
Ｍ）、５３６…一次記憶装置（ＲＡＭ）、５３８…大容
量記憶装置、５４０…入出力装置。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アラン ジー． ビショップ アメリカ合衆国， カリフォルニア州， キャンプベル， ジェフリー アヴェニュ ー 725 (72)発明者 ネディム フレスコ アメリカ合衆国， カリフォルニア州， キャンプベル， ジェフリー アヴェニュ ー 725
Claims (20)
- 【請求項１】 第１のコンピュータメモリスタックチャ
ンク内に配置されているコンパイルされた関数を実行す
るための追加コンピュータメモリスタックスペースを割
り当てるための方法であって、 ａ）前記コンパイルされた関数を含むスタック検出関数
をコールするステップと、 ｂ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加コ
ンピュータメモリスタックスペースが必要か否かを決定
するステップと、 ｃ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加コ
ンピュータメモリスタックスペースは必要ないと決定さ
れた場合、前記コンパイルされた関数をコールするステ
ップと、 ｄ）前記コンパイルされた関数を実行するために前記追
加コンピュータメモリスタックスペースが必要であると
決定された場合、前記第１のコンピュータメモリスタッ
クチャンクと連続していない、前記コンパイルされた関
数を実行するための前記追加コンピュータメモリスタッ
クスペースを割り当てるステップと、を備える追加コン
ピュータメモリスタックスペース割当方法。 - 【請求項２】 請求項１に記載の方法において、前記追
加コンピュータメモリスタックスペース割当ステップ
は、前記コンパイルされた関数のための第２のスタック
チャンクを割り当てることを含む、方法。 - 【請求項３】 請求項２に記載の方法において、さら
に、 ａ）前記第１のスタックチャンクと前記第２のスタック
チャンクとの間に透過的な境界を生成するために構成さ
れるバッファフレーム関数をコールするステップと、 ｂ）前記第２のスタックチャンクを使用して前記コンパ
イルされた関数をコールするために構成されるトランポ
リン関数をコールするステップと、 ｃ）前記第２のスタックチャンク上にて前記コンパイル
された関数を実行するステップと、を含む方法。 - 【請求項４】 請求項３に記載の方法において、前記第
２スタックチャンクと関連付けられているスタック保護
ロックを解除するステップを、更に含む方法。 - 【請求項５】 請求項４に記載の方法において、前記ス
タック保護ロックをロックするステップを、更に含む方
法。 - 【請求項６】 請求項１に記載の方法において、ロング
ジャンプ操作のためのジャンプバックポイントを設定す
るステップを、更に含む方法。 - 【請求項７】 請求項６に記載の方法において、ロング
ジャンプが発生したか否かを決定するステップを、更に
含む方法。 - 【請求項８】 請求項７に記載の方法において、ロング
ジャンプが発生したと決定される場合には、使用中でな
い前記第１のスタックチャンクの上に（above）割り当
てられたスタックチャンクを除去すると共に、使用中で
ない前記第１のスタックチャンクの上の（above）前記
スタックチャンクをメモリアロケータへ戻すステップ
を、更に含む方法。 - 【請求項９】 第１のコンピュータメモリスタックチャ
ンク内に配置されているコンパイルされた関数を実行す
るための追加コンピュータメモリスタックスペースを割
り当てるためのプログラムを記録したコンピュータで読
み取り可能な記録媒体であって、 ａ）前記コンパイルされた関数を含むスタック検出関数
をコールするステップと、 ｂ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加コ
ンピュータメモリスタックスペースが必要か否かを決定
するステップと、 ｃ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加コ
ンピュータメモリスタックスペースは必要ないと決定さ
れた場合、前記コンパイルされた関数をコールするステ
ップと、 ｄ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加コ
ンピュータメモリスタックスペースが必要であると決定
された場合、前記コンピュータメモリスタックと連続し
ていない、前記コンパイルされた関数を実行するための
前記追加コンピュータメモリスタックスペースを割り当
てるステップと、を備える追加コンピュータメモリスタ
ックスペース割当プログラムを記録した記録媒体。 - 【請求項１０】 請求項９に記載の記録媒体において、
前記追加コンピュータメモリスタックスペース割当ステ
ップは、前記コンパイルされた関数のための第２のスタ
ックチャンクの割り当てを含む、記録媒体。 - 【請求項１１】 請求項１０に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムは、 ａ）前記第１のスタックチャンクと前記第２のスタック
チャンクとの間に透過的な境界を生成するために構成さ
れるバッファフレーム関数をコールするステップと、 ｂ）前記第２のスタックチャンクを使用して前記コンパ
イルされた関数をコールするために構成されるトランポ
リン関数をコールするステップと、 ｃ）前記スタックチャンク上にて前記コンパイルされた
関数を実行するステップと、を更に備える記録媒体。 - 【請求項１２】 請求項１１に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムは前記第２のスタックチャンクと関
連付けられているスタック保護ロックを解除するステッ
プを、更に備える記録媒体。 - 【請求項１３】 請求項１２に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムは前記スタック保護ロックをロック
するステップを、更に備える記録媒体。 - 【請求項１４】 請求項９に記載の記録媒体において、
前記プログラムはロングジャンプ操作のためのジャンプ
バックポイントを設定するステップを、更に備える記録
媒体。 - 【請求項１５】 請求項１４に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムはロングジャンプが発生したか否か
を決定するステップを、更に備える記録媒体。 - 【請求項１６】 請求項１５に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムは、ロングジャンプが発生したと決
定された場合には、使用中でない前記第１のスタックチ
ャンクの上に（above）割り当てられたスタックチャン
クを除去すると共に、使用中でない前記第１のスタック
チャンクの上の（above）前記スタックチャンクをメモ
リアロケータへ戻すステップを、更に備える記録媒体。 - 【請求項１７】 第１のコンピュータメモリスタックチ
ャンク内に配置されているコンパイルされた関数を実行
するための追加コンピュータメモリスタックスペースを
割り当てるために構成されているコンピュータシステム
であって、 ａ）１つ以上の実行用コンパイルされた関数を格納する
と共に、１つ以上のメモリスタックチャンクを有する１
つ以上のメモリスタックスペース内へ配列されるために
構成されているコンピュータメモリと、 ｂ）スタック検出関数を形成するために前記コンパイル
された関数を適合させる（adapt）ことに有効なスタッ
ク検出関数発生器と、 ｃ）前記コンパイルされた関数を実行するために追加メ
モリが必要か否かを決定すると共に、前記スタック検出
関数を実行するために有効なメモリマネジャと、を備え
るコンピュータシステム。 - 【請求項１８】 請求項１７に記載のコンピュータシス
テムにおいて、前記メモリマネジャは、前記メモリマネ
ジャが前記コンパイルされた関数を実行するために追加
メモリが必要であると決定する場合、第２のスタックチ
ャンクを割り当てるために構成されている、コンピュー
タシステム。 - 【請求項１９】 請求項１８に記載のコンピュータシス
テムにおいて、前記メモリマネジャは、前記第１のスタ
ックチャンクと前記第２のスタックチャンクとの間に透
過的な境界を生成するために適合されているバッファフ
レームを前記メモリスタックスペース内に生成するため
に適合されている、コンピュータシステム。 - 【請求項２０】 請求項１９に記載のコンピュータシス
テムにおいて、前記メモリマネジャは、ロングジャンプ
が発生したと決定された場合には、使用中でない前記第
１のスタックチャンクの上に（above）割り当てられた
スタックチャンクを除去するために、且つ再配置のため
に使用中でない前記第１のスタックチャンクの上の（ab
ove）前記スタックチャンクを戻すために適合されてい
る、コンピュータシステム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/740,445 US5835958A (en) | 1996-10-29 | 1996-10-29 | Method and apparatus for dynamically sizing non-contiguous runtime stacks |
| US08/740445 | 1996-10-29 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10232785A true JPH10232785A (ja) | 1998-09-02 |
Family
ID=24976549
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9295611A Pending JPH10232785A (ja) | 1996-10-29 | 1997-10-28 | 不連続な実行時スタックを動的にサイジングするための方法及び装置 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5835958A (ja) |
| EP (1) | EP0840210A3 (ja) |
| JP (1) | JPH10232785A (ja) |
| SG (1) | SG53110A1 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7685601B2 (en) | 2005-02-28 | 2010-03-23 | Sony Computer Entertainment Inc. | Methods and apparatus for segmented stack management in a processor system |
Families Citing this family (32)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5950231A (en) * | 1996-11-25 | 1999-09-07 | Northern Telecom Limited | Memory manager system |
| US6928653B1 (en) * | 1997-11-06 | 2005-08-09 | United Video Properties, Inc. | Interactive electronic television program guide with database configurability |
| US6070202A (en) * | 1998-05-11 | 2000-05-30 | Motorola, Inc. | Reallocation of pools of fixed size buffers based on metrics collected for maximum number of concurrent requests for each distinct memory size |
| GB9825102D0 (en) * | 1998-11-16 | 1999-01-13 | Insignia Solutions Plc | Computer system |
| US6286088B1 (en) | 1999-06-28 | 2001-09-04 | Hewlett-Packard Company | Memory management system and method for relocating memory |
| US6928641B1 (en) * | 1999-10-08 | 2005-08-09 | Texas Instruments Incorporated | Method and system for far branch and call instructions |
| US7219335B1 (en) * | 1999-12-08 | 2007-05-15 | Intel Corporation | Method and apparatus for stack emulation during binary translation |
| US6895508B1 (en) * | 2000-09-07 | 2005-05-17 | International Business Machines Corporation | Stack memory protection |
| WO2002071211A2 (en) * | 2000-11-20 | 2002-09-12 | Zucotto Wireless, Inc. | Data processor having multiple operating modes |
| WO2002042911A2 (en) * | 2000-11-20 | 2002-05-30 | Zucotto Wireless, Inc. | Stack chunking |
| US6968557B1 (en) | 2000-12-18 | 2005-11-22 | Stratum8 Corporation | Reducing stack memory resources in a threaded computer system |
| US7409517B2 (en) * | 2001-10-01 | 2008-08-05 | Oracle International Corporation | Dynamic and automatic memory management |
| US7499960B2 (en) * | 2001-10-01 | 2009-03-03 | Oracle International Corporation | Adaptive memory allocation |
| JP2003271448A (ja) * | 2002-03-18 | 2003-09-26 | Fujitsu Ltd | スタック管理方法及び情報処理装置 |
| US6996677B2 (en) * | 2002-11-25 | 2006-02-07 | Nortel Networks Limited | Method and apparatus for protecting memory stacks |
| DE10349200A1 (de) * | 2003-10-23 | 2005-05-25 | Daimlerchrysler Ag | System und Verfahren zur Überwachung und Verwaltung prozessinterner Speicher einer Prozessausführungseinheit |
| US7792880B2 (en) * | 2004-01-05 | 2010-09-07 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for efficient implementation of discontiguous objects |
| US7512738B2 (en) * | 2004-09-30 | 2009-03-31 | Intel Corporation | Allocating call stack frame entries at different memory levels to functions in a program |
| US8005795B2 (en) * | 2005-03-04 | 2011-08-23 | Emc Corporation | Techniques for recording file operations and consistency points for producing a consistent copy |
| KR100809293B1 (ko) * | 2006-03-10 | 2008-03-04 | 삼성전자주식회사 | 가상 머신에서 스택을 관리하는 장치 및 그 방법 |
| JP2008305337A (ja) * | 2007-06-11 | 2008-12-18 | Panasonic Corp | プログラム変換装置、プログラム変換方法、プログラム、記憶媒体、デバッグ装置、デバッグ方法及びプログラム開発システム |
| US9256468B2 (en) * | 2010-08-24 | 2016-02-09 | Red Hat, Inc. | Dynamic incremental memory allocation on program stack |
| US10089126B2 (en) * | 2013-03-21 | 2018-10-02 | Vmware, Inc. | Function exit instrumentation for tail-call optimized code |
| CA2809516C (en) * | 2013-03-13 | 2016-11-08 | Khalid Nawaf Alharbi | Preventing stack buffer overflow attacks |
| US9557917B2 (en) | 2014-11-10 | 2017-01-31 | International Business Machines Corporation | Conditional stack frame allocation |
| US9864518B2 (en) | 2014-11-10 | 2018-01-09 | International Business Machines Corporation | Assigning home memory addresses to function call parameters |
| US9250878B1 (en) * | 2014-11-24 | 2016-02-02 | Red Hat, Inc. | Function attribute for dynamic stack allocation |
| CN105094991A (zh) * | 2015-08-21 | 2015-11-25 | 北京经纬恒润科技有限公司 | 一种堆栈容量的设置方法及系统 |
| CN106681692A (zh) * | 2015-11-09 | 2017-05-17 | 联发科技（新加坡）私人有限公司 | 控制装置、集成电路及任务栈的管理方法 |
| GB2546730B (en) * | 2016-01-19 | 2018-03-21 | Arm Ip Ltd | A method for allocating memory |
| US10552321B2 (en) | 2017-08-04 | 2020-02-04 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Flexible buffer sizing in graphics processors |
| US11782762B2 (en) * | 2019-02-27 | 2023-10-10 | Qualcomm Incorporated | Stack management |
Family Cites Families (13)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| FR2253428A5 (ja) * | 1973-11-30 | 1975-06-27 | Honeywell Bull Soc Ind | |
| US4524416A (en) * | 1980-04-15 | 1985-06-18 | Honeywell Information Systems Inc. | Stack mechanism with the ability to dynamically alter the size of a stack in a data processing system |
| US4445170A (en) * | 1981-03-19 | 1984-04-24 | Zilog, Inc. | Computer segmented memory management technique wherein two expandable memory portions are contained within a single segment |
| US4454580A (en) * | 1981-09-16 | 1984-06-12 | International Business Machines Corporation | Program call method and call instruction execution apparatus |
| US4530049A (en) * | 1982-02-11 | 1985-07-16 | At&T Bell Laboratories | Stack cache with fixed size stack frames |
| US5043870A (en) * | 1982-02-24 | 1991-08-27 | At&T Bell Laboratories | Computer with automatic mapping of memory contents into machine registers during program execution |
| DE3726192A1 (de) * | 1987-08-06 | 1989-02-16 | Otto Mueller | Stacksteuerung |
| US4951194A (en) * | 1989-01-23 | 1990-08-21 | Tektronix, Inc. | Method for reducing memory allocations and data copying operations during program calling sequences |
| US5107457A (en) * | 1989-04-03 | 1992-04-21 | The Johns Hopkins University | Stack data cache having a stack management hardware with internal and external stack pointers and buffers for handling underflow and overflow stack |
| US5452456A (en) * | 1992-12-18 | 1995-09-19 | Apple Computer, Inc. | Apparatus for executing a plurality of program segments having different object code types in a single program or processor environment |
| US5487158A (en) * | 1993-04-06 | 1996-01-23 | International Business Machines Corporation | Method and procedure call mechanism for calling 16-bit functions from 32-bit functions |
| CA2093451C (en) * | 1993-04-06 | 2000-03-14 | David M. Mooney | Method and mechanism for calling 32-bit functions from 16-bit functions |
| US5590329A (en) * | 1994-02-04 | 1996-12-31 | Lucent Technologies Inc. | Method and apparatus for detecting memory access errors |
-
1996
- 1996-10-29 US US08/740,445 patent/US5835958A/en not_active Expired - Lifetime
-
1997
- 1997-10-18 SG SG1997003792A patent/SG53110A1/en unknown
- 1997-10-20 EP EP97308316A patent/EP0840210A3/en not_active Withdrawn
- 1997-10-28 JP JP9295611A patent/JPH10232785A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7685601B2 (en) | 2005-02-28 | 2010-03-23 | Sony Computer Entertainment Inc. | Methods and apparatus for segmented stack management in a processor system |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5835958A (en) | 1998-11-10 |
| EP0840210A2 (en) | 1998-05-06 |
| SG53110A1 (en) | 1998-09-28 |
| EP0840210A3 (en) | 2000-05-17 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH10232785A (ja) | 不連続な実行時スタックを動的にサイジングするための方法及び装置 | |
| JP5255348B2 (ja) | クラッシュダンプ用のメモリアロケーション | |
| JP3027845B2 (ja) | プログラム制御装置および方法 | |
| KR100640314B1 (ko) | 혼합된 실행 스택 및 예외처리의 구현방법및 그 장치 | |
| US8589653B2 (en) | Memory management method and computer using the method | |
| US9183013B2 (en) | System and method for redundant array copy removal in a pointer-free language | |
| US20090172337A1 (en) | Cooperative mechanism for efficient application memory allocation | |
| US7934204B2 (en) | Partitioning code in program code conversion | |
| JPH1115726A (ja) | コンピュータ制御方法、装置、システム、およびコンピュータプログラム製品 | |
| JP2008546086A (ja) | 共有リソースのためのアクセス協調を伴うプログラムコードを変換する方法および装置 | |
| JP2004503863A (ja) | スレッドを明示的に中断することなく整合状態とする方法及び装置 | |
| US20080059955A1 (en) | Compiling method and storage medium therefor | |
| JP2000347874A (ja) | レジスタ割当器を用いた呼出規則プロローグ・エピローグコード構築方法及び装置 | |
| US8397045B2 (en) | Memory management device, memory management method, and memory management program | |
| KR100738777B1 (ko) | 정보 처리 시스템에서 병렬 처리되는 작업들간의 데이터 종속성의 대략적인 결정을 위한 컴퓨터 시스템 동작 방법 및 장치 | |
| JP2000347872A (ja) | 例外を正規制御フローとして処理する方法及び装置 | |
| US6985976B1 (en) | System, method, and computer program product for memory management for defining class lists and node lists for allocation and deallocation of memory blocks | |
| GB2404044A (en) | Partitioning code in program code conversion to account for self-modifying code | |
| Cranor et al. | The UVM virtual memory system | |
| JP2000039997A (ja) | サブクラス及びサブタイプの高速チェックを実現する方法及び装置 | |
| US8296742B2 (en) | Automatic native generation | |
| Calderón et al. | GMAI: Understanding and exploiting the internals of GPU resource allocation in critical systems | |
| JPH11212798A (ja) | 言語処理方法、言語処理装置及び言語処理プログラムを記録した記憶媒体 | |
| KR20060035077A (ko) | 데이터 처리 장치 및 이를 이용한 레지스터 할당 방법 | |
| US20080034022A1 (en) | System and method for updating references when incrementally compacting a heap |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20040927 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20070904 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20080219 |