KR100972723B1

KR100972723B1 - 프로액티브 메모리 관리를 위한 컴퓨터 실행 방법, 컴퓨터 판독가능 기록 매체, 및 컴퓨터 판독가능 저장 매체

Info

Publication number: KR100972723B1
Application number: KR1020030069015A
Authority: KR
Inventors: 스튜어트 세츠레스트; 마이클 알. 포틴; 메흐메트 리군; 켄크 에르간
Original assignee: 마이크로소프트 코포레이션
Priority date: 2002-10-04
Filing date: 2003-10-04
Publication date: 2010-07-27
Also published as: US20050235119A1; EP1406174A3; RU2482535C2; CA2723077A1; US7185155B2; JP4724362B2; ES2371454T3; MXPA03008766A; EP1406174B1; AU2010201717B2; CN1327369C; CN1510579A; KR20040031645A; US20100199063A1; JP2004133934A; RU2348067C2; AU2010201717A1; EP1406174A2; CA2723077C; BR0304297A

Abstract

본 발명은 데이터가 실제로 요청되기 전에, 요청될 가능성이 있는 데이터를 메모리로 로딩하여 유지함으로써, 메모리 관리에서의 실제 성능 및 인지된 성능의 개선을 초래하는 프로액티브, 레질리언트 및 셀프-튜닝 메모리 관리 시스템 및 방법에 관한 것이다. 상기 시스템은 메모리 사용 이력의 모니터링, 메모리 사용 분석, 높은 값(예를 들어, 자주 이용됨)의 페이지로의 메모리의 리프레싱, I/O 프리-페칭 효율성 및 적극적인 디스크 관리에 관한 메카니즘을 포함한다. 메모리 사용 정보에 기초하여, 페이지들은 관련 값들로 우선 순위화되고, 메카니즘은 메모리 내의 보다 가치있는 페이지들을 프리-페칭 및 유지하도록 동작된다. 페이지들은 다수의 서브세트를 포함하는 우선 순위화된 대기 페이지 세트에서 프리-페치 및 유지되며, 이에 의해, 보다 가치있는 페이지들은 메모리 내에서 가치가 낮은 페이지들 위에 유지된다. 페이지 아웃된 가치있는 데이터는 레질리언트 방식으로 자동적으로 다시 가져올 수 있다. 메모리 페이지 오류로 인해 디스크 I/O를 상당히 감소시키거나 심지어는 제거하는 이점을 갖는다.

프로액티브, 레질리언트, 셀프-튜닝, 프리-페칭, 서브세트

Description

프로액티브 메모리 관리를 위한 컴퓨터 실행 방법, 컴퓨터 판독가능 기록 매체, 및 컴퓨터 판독가능 저장 매체{METHODS AND MECHANISMS FOR PROACTIVE MEMORY MANAGEMENT}

도 1은 본 발명의 컴퓨터 시스템을 나타내는 블럭 다이어그램.

도 2 및 도 3은 본 발명의 일 측면에 따른 시스템 컴포넌트 간의 기본적인 관계를 나타내는 블럭 다이어그램.

도 4a 및 4b는 본 발명의 일 측면에 따른 프로액티브 메모리 관리를 수행하기에 적합한 일반적인 아키텍쳐를 나타내는 블럭 다이어그램.

도 5a는 대기 페이지 세트가 페이지 데이터를 유지할 수 있는 일 방법을 예시하는 블럭 다이어그램.

도 5b는 본 발명의 일 측면에 따른, 우선 순위화된 대기 페이지 세트가 우선 순위화된 서브세트의 페이지 데이터를 유지할 수 있는 대안적 방법을 나타내는 블럭 다이어그램.

도 6은 본 발명의 일 측면에 따른, 이용자 애플리케이션과의 간섭을 제한하기 위하여, 배경 액티비티를 제약하기 위한 제약 시스템을 나타내는 블럭 다이어그램.

<도면의 주요 부분에 대한 간단한 설명>

100 : 컴퓨팅 시스템 환경

110 : 컴퓨터

120 : 프로세싱 유닛

121 : 시스템 버스

130 : 시스템 메모리

131 : ROM

131 : RAM

133 : 기본 입/출력 시스템

134 : 운영 체계

135 : 운영 프로그램

136 : 프로그램 모듈

137 : 프로그램 데이터

본 발명은 컴퓨터 메모리의 관리에 관한 것이다.

현재의 컴퓨팅 시스템에는 상당수의 256 메가바이트 내지 2 기가바이트의 RAM(Randon Access Memory)이 장착되어 있다. 그러나, 현재의 메모리 관리 장치 및 방법은 RAM이 비교적 부족한 컴퓨팅 리소스였던 여러 해 전에 설계되었다. 프로그램 프로세스에 대량의 가상 메모리를 제공하기 위하여, 소정량의 RAM 공간이 다른 프로세스에 의해 요구되는 경우와 그 전송된 데이터가 대응 프로세스에 의해 다시 요구되는 경우에, 이러한 메모리 관리 장치는 디맨드 페이징 등의 기술, 특히 데이터의 페이지를 RAM으로부터 디스크 드라이브로 전송하는 기술 및 데이터를 디스크로부터 RAM으로 다시 판독하는 기술에 의존하였다.

이러한 통상의 메모리 관리에 있어서, 통상의 사용 패턴에서 참조가 되는 코드 및 데이터의 총량이 시간에 대해 상당히 일정하고 현재의 메모리 크기에 비해 작더라도, 필요한 페이지가 메모리에 없는 경우가 있다. 이것은 2개의 인자(factor), 즉 시스템에 가해지는, 필요한 페이지를 메모리로부터 가져오고 및/또는 필요한 페이지 세트를 신속하게 변경할 수 있는 트랜지션(transition) 및 자주 사용되지 않는(not in active use) 페이지에 다른 데이터가 덮여쓰여지는 이로젼(erosion)에 기인한다.

이러한 트랜지션의 예는 파워 오프 상태에서의 부팅, 일 이용자에서 다른 이용자로의 전환, 대기 또는 휴지 모드로부터의 재개, 메모리가 부족한(hungry) 애플리케이션의 사용(예를 들어, 게임을 수행), 통상의 시스템 사용으로 되돌아가는 프로세싱 및 오랜 지연 후 컴퓨터로의 복귀를 포함한다. 즉, 정상적인 고속 오퍼레이션 이외에, 이러한 트랜지션 후에 고객은 고속의 시스템 및 프로그램 스타트업을 상당히 원한다. 그러나, 현재의 메모리 관리에서, 이것은 가능하지 않다. 예를 들어, 테스트는, 휴지로부터의 재개 후에, 상당수의 메모리가 현재 사용되지 않더라도, 애플리케이션 작동 개시(launch)는 9초 내지 11초가 걸릴 수 있다는 것을 보여준다. 이는 CPU가 차단됨에 따라, 디스크로부터 판독될 필수 코드 및 데이터 페이지를 기다리는 디스크 전송에 대부분의 시작 시간이 소요되며, 디맨드 페이지의 결과로서 기본적으로 한 번에 한 페이지가 수행되기 때문이다. 즉, 이러한 트랜지션 후에, 가장 유용한(highest utility) 페이지 세트가 메모리에 없는 경우가 있어, 서투른 이용자 경험을 제공하는 디맨드 페이징을 초래하는데, 이는 입/출력(I/O) 전송 시간이 느리기 때문이다.

일부 트랜지션은 메모리로부터의 느린 제거(eviction)를 포함하고, 다른 트랜지션은 메모리에 대한 갑작스런 디맨드를 초래하지만, 또 다른 트랜지션은 페이지가 비활성화되어 디스크와 교환(swap)되게 된다. 특히, 워킹 세트(working set) 내에 있는 메모리 페이지는 닫혀지는 파일의 페이지와 함께, 대기 페이지 세트(예를 들어, Windows^? 기반 시스템의 대기 리스트)라고 하는, 사용되지 않은 페이지의 캐쉬(cache)로 트리밍(trim)되어 배치될 수 있다. 디스크의 판독 및 기록의 회수를 감소시키기 위하여, 메모리 관리는 가장 최근에 액세스된 대기 페이지 세트의 메모리 페이지를 트래킹(track)하며, 메모리가 필요할 때, 기본적으로 선입력 선출력(FIFO) 타입의 큐에서, 디스크로 전송하기 위해 이 페이지를 선택한다.

이러한 기술은 디스크 전송을 감소시키는 범위까지 적용되지만, 프로세스에 의해 가장 최근에 사용된 페이지가 메모리에 남아있는 페이지가 되기 때문에, 현재의 애플리케이션은 큰 코드 및 데이터 요건을 갖는다. 따라서, 요약하면, 페이지는 일반적으로 이러한 대기 페이지 세트로부터 회수(recall)될 수 있지만, 통상의 메모리 관리에 있어서, 오랜 기간에 걸쳐, 대기 페이지 세트의 단순한 FIFO 큐잉으로 이로젼이 발생되며, 가치있는(그러나, 최근에 사용되지 않음) 페이지에 덜 가치 있는(그러나, 최근에 사용됨) 페이지가 덮어쓰여진다. 따라서, 디스크에서 상당수의 I/O 전송이 필요하다. 강력한(powerful) 시스템에서도, 이러한 I/O 전송은 병목 현상(bottleneck)으로서 작용하며, 이에 의해 상기 시스템은 상당수의 이용 가능한 메모리 중 일부만을 이용(underutilize)하고, 상당 시간 동안 CPU를 아이들(idle) 상태로 남겨둔다.

요약하면, 현재의 프로그램은 현재의 컴퓨팅 디바이스가 제공하는, 다수의 RAM과 고속 프로세싱 능력(capability)을 필요로 한다. 그러나, 현재의 메모리 관리 기술은 이러한 리소스와 적절하게 매칭되지 않는데, 이는 현재의 메모리 관리가 메모리가 부족할 때에 개발되어, 실질적인 디스크 사용이 불가피하지만, 애플리케이션이 작고 멀티태스팅이 드물기 때문에 아직은 부담이 되지 않는 일반적인 관점으로 설계되었기 때문이다. 따라서, 통상의 메모리 관리는 메모리에서 가장 최근에 액세스된 페이지를 보관하는 것 이외에는, 디스크 사용을 제한하려고 하지 않는다. 현재의 컴퓨팅에서, 이로 인해 상당수의 디스크가 사용되게 되어, 실제 성능 및 인지된 성능 모두에 손상을 주는 병목 현상이 초래된다.

요약하면, 본 발명은 프로액티브, 레질리언트 및 셀프-튜닝(proactive, resilient and self-tuning) 메모리 관리 시스템을 제공하는 시스템, 방법 및 메카니즘을 포함하는 개선된 메모리 관리 아키텍쳐에 관한 것이다. 메모리 관리 시스템은 데이터가 실제로 필요하기 전에, 필요할 수도 있는 메모리 데이터의 로딩 및 유지에 의해, 메모리 관리에서의 실제 성능 및 인지된 성능의 개선을 제공하도록 동작한다. 데이터의 페이지는 그 유용성, 사용 빈도, 최종 사용시간, 데이터 전송의 용이성 및 다른 컨텍스트(context) 기반 정보를 포함하는 각종 인자에 따른 값/점수(score)로 우선 순위화(prioritize)될 수 있다. 메카니즘은 메모리에서 보다 가치있는 데이터를 프리-페치(pre-fetch) 및/또는 유지하도록 동작한다. 데이터가 교환되거나 덮어쓰여질 필요가 있는 경우, 실제 디맨드 때문이 아니라 예상된 디맨드 때문에, 데이터는 레질리언트 방식으로 자동적으로 회복될 수 있다.

이러한 페이지가 요구되기 전에 적절한 데이터가 메모리에 채워짐으로써, 메모리 관리 시스템은 실질적으로 온-디맨드(on demand) 디스크 전송 오퍼레이션을 감소시키거나 제거하며, 이리하여 상당수의 소비자 시나리오에서 I/O 병목 현상을 감소시키거나 제거한다. 따라서, 본 발명의 실시예는 메모리 사용 이력의 모니터링, 메모리 사용 분석, 높은 값의(예를 들어, 자주 사용된) 페이지로의 메모리의 리프레싱, I/O 프리-페칭의 효율성 및 적극적인 디스크 관리에 관한 각종 메카니즘을 포함한다.

페이지에 값을 할당하는데 필요한 정보를 얻기 위하여, 각 페이지에 대한 다수의 정보 세트는 추적(tracing) 및 로깅(logging) 기술을 통해 바람직하게는 비교적 장시간에 걸쳐 트래킹(tracking)된다. 이 측정된 데이터는 관리 가능한 정보로 처리되어, 메모리 관련 이벤트에 응답하고 및/또는 시간 단위로 메모리 콘텐츠를 리밸런싱하는 결정 프로세스(decision-making process)의 일부로서 유지 및 액세스되며, 그 결과 메모리내에서 보다 가치있는 데이터가 덜 가치있는 데이터 위에 보관 및/또는 프리-페칭될 것이다.

우선 순위 값은 메모리 페이지들의 대기 페이지 세트(예를 들어, Windows^? 기반 시스템의 대기 리스트)로 하여금 우선 순위화가 가능하도록 하고, 그 결과 대기 페이지 세트는 최종 참조시점과 무관하게, 다른 페이지들과 관련한 값의 관점에서 보다 높은 우선 순위를 가질 수 있으며, 따라서, 다른 페이지들에 우선하여 메모리 내에 보관될 수 있다. 프로액티브 및 레질리언트 프리-페칭은 우선 순위에 의해 결정된 순서로, 디스크로부터 대기 페이지 세트로 가치있는 페이지들을 로딩한다. 상기 로딩은 바람직하게는 전경(foreground) 오퍼레이션에서 수행될 수도 있지만, 이용자의 정상 오퍼레이션과의 간섭을 방지하기 위하여, 낮은 우선 순위의 배경(background) I/O 전송으로 수행된다.

본 발명의 결과로서, CPU의 이용은 정상적인 시스템 사용과의 간섭 없이 상당히 증가된다. 다수의 컴퓨터 이용자에 있어서, 실제로 사용된 전제 메모리 페이지 세트는 메모리 내에서 유지되기에 충분할 정도로 작으며, 그 결과, (디스크로부터 필요한 데이터를 판독하기 위한) 디맨드 오류(fault)의 수는 제로 또는 제로에 가깝게 감소된다.

일 실시예에서, 추적 메카니즘은 메모리 관련 액티비티를 관찰하고, 로거(logger)는 관찰 결과를 로그한다. 인티그레이터(integrator)는 현재 로그된 결과와 이전 로그를 통합하여 페이지 정보 데이터베이스를 구축한다. 조사 서비스(mining service)는 페이지 정보 데이터베이스의 데이터를 액세스하여 상기 데이터로부터 시나리오 플랜을 개발하며, 시나리오 플랜은 페이지들을 리스트로 우 선 순위화하도록 분석된다. 다음으로, 상기 리스트는 각 페이지에 대해 계산된 값에 따라 정렬되며, 이는 메모리 사용 관찰에 기초하며 다른 인자도 가능하다.

이벤트(예를 들어, 생성된 시스템 또는 시간)에 의해 트리거된, 리밸런서(rebalancer)는 각 페이지의 계산된 값에 의해 결정된 순서로, 페이지들을 우선 순위화된 대기 페이지 세트에 부가하도록 I/O 플래너(planner)로 동작된다. 우선 순위화된 대기 페이지 세트는 각 페이지에 대한 값에 대응하는 다수의 서브세트(subset)를 포함한다. 이 값들은 시간에 대해 및/또는 실제 사용에 기초하여 변경될 수 있으며, 따라서 페이지들은 이에 의해 서브세트들 사이에서 논리적으로 이동될 수 있다. 메모리가 필요할 때, 온 디맨드 또는 배경 프리-페칭에 대해, 서브세트의 최하위 우선 순위 데이터가 우선 페이지 아웃된다. 이 방식으로, 컨텍스트 및 다른 정보뿐만 아니라, 실제 사용 관찰 및 측정에 의해 결정된, 보다 가치있는 페이지들은 비간섭 방식으로 메모리로 자동적으로 입력되며, 덜 가치있는 페이지들 위에 남아있는 경향이 있다.

다른 이점은 도면과 함께 다음의 상세한 설명으로부터 명확해질 것이다.

도 1은 본 발명이 실시하는 적절한 컴퓨팅 시스템 환경(100)의 예를 도시한다. 컴퓨팅 시스템 환경(100)은 적절한 컴퓨팅 환경의 일례에 불과하며 본 발명의 사용 범위 또는 기능성에 대해 제한하려는 것은 아니다. 컴퓨팅 환경(100)은 예시적 오퍼레이팅 환경(100)에서 예시된 임의의 하나의 컴포넌트 또는 그 조합에 관한 임의의 의존성 또는 요건 중 어느 것도 갖는 것으로 해석되어서는 안된다.

본 발명은 다수의 다른 일반 목적 또는 특수 목적의 컴퓨팅 시스템 환경 또는 구성으로 동작된다. 본 발명에 사용하기에 적합할 수 있는 널리 공지된 컴퓨팅 시스템, 환경 및/또는 구성의 예는 퍼스널 컴퓨터, 서버 컴퓨터, 휴대형 또는 랩탑 디바이스, 타블렛 디바이스, 멀티프로세서 시스템, 마이크로 기반 시스템, 셋탑 박스, 프로그램 가능 소비자 전자기기, 네트워크 PC, 미니컴퓨터, 메인프레임 컴퓨터, 상기 시스템 또는 디바이스 중 임의의 것을 포함하는 분산형 컴퓨팅 환경 등을 포함하지만, 이에 제한되지는 않는다.

본 발명은 컴퓨터에 의해 실행되는, 프로그램 모듈 등의 컴퓨터-실행 가능 명령의 일반적인 컨텍스트로 기술될 수 있다. 일반적으로, 프로그램 모듈은 루틴, 프로그램, 오브젝트, 컴포넌트, 데이터 구조 등을 포함하며, 특정 태스크를 수행하거나 특정 축약 데이터 타입을 실행한다. 본 발명은 또한 통신 네트워크를 통해 링크된 원격 프로세싱 디바이스에 의해 태스크가 수행되는 분산형 컴퓨팅 환경에서 실시될 수 있다. 분산형 컴퓨팅 환경에서, 프로그램 모듈은 메모리 기억 장치를 포함하는 근거리 및/또는 원격 컴퓨터 기억 매체에 배치될 수 있다.

도 1을 참조하면, 본 발명을 실시하기 위한 예시적 시스템은 컴퓨터(110) 형태의 범용 컴퓨팅 디바이스를 포함한다. 컴퓨터(110) 컴포넌트는 프로세싱 유닛(120), 시스템 메모리(130) 및 시스템 메모리를 포함하는 각종 시스템 컴포넌트를 프로세싱 유닛(120)에 결합시키는 시스템 버스(121)를 포함하지만, 이에 제한되지는 않는다. 시스템 버스(121)는 메모리 버스 또는 메모리 제어기, 주변 버스 및 각종 버스 아키텍쳐 중 임의의 것을 사용하는 로컬 버스를 포함하는 다양한 형 태의 버스 구조 중 임의의 것일 수 있다. 예를 들어, 상기 아키텍쳐는 산업 표준 아키텍쳐(ISA) 버스, 마이크로 채널 아키텍쳐(MCA) 버스, 인헨스드 ISA(EISA) 버스, 비디오 전자기기 표준 협회(VESA) 로컬 버스 및 메자닌(Mezzanine) 버스로도 알려진 주변 컴포넌트 상호접속(PCI) 버스를 포함하지만, 이에 제한되지는 않는다.

컴퓨터(110)는 통상적으로 각종 컴퓨터 판독 가능 매체를 포함한다. 컴퓨터 판독 가능 매체는 컴퓨터(110)에 의해 액세스될 수 있으며, 휘발성 및 비휘발성 매체 및 착탈 가능 및 착탈 불가능 매체 모두를 포함하는 임의의 이용 가능 매체일 수 있다. 예를 들어, 컴퓨터 판독 가능 매체는 컴퓨터 기억 매체 및 통신 매체를 포함할 수 있지만, 이에 제한되지는 않는다. 컴퓨터 기억 매체는 컴퓨터 판독 가능 명령, 데이터 구조, 프로그램 모듈 또는 다른 데이터 등의 정보를 기억하기 위한 임의의 방법 또는 기술로 실행된 휘발성 및 비휘발성 매체 및 착탈 가능 및 착탈 불가능 매체를 포함한다. 컴퓨터 기억 매체는 RAM, ROM, EEPROM, 플래쉬 메모리 또는 다른 메모리 기술, CD-ROM, DVD 또는 다른 광학 디스크 기억 장치, 자기 카세트, 자기 테이프, 자기 디스크 기억 장치 또는 다른 자기 기억 장치 또는 원하는 정보를 기억하는데 사용될 수 있으며 컴퓨터(110)에 의해 액세스될 수 있는 임의의 다른 매체를 포함하지만, 이에 제한되지는 않는다. 통신 매체는 통상적으로 컴퓨터 판독 가능 명령, 데이터 구조, 프로그램 모듈 또는 반송파 또는 다른 전송 메카니즘 등의 변조된 데이터 신호에서의 다른 데이터를 포함하고 임의의 정보 전달 매체를 포함한다. 상기된 "변조된 데이터 신호"라는 용어는 신호에서의 정보를 인코딩하는 방식으로 설정되거나 변경된 하나 이상의 특성을 갖는 신호를 의미한 다. 예를 들어, 통신 매체는 유선 네트워크 또는 다이렉트 유선 접속 및 음향(acoustic), RF, 적외선 및 다른 무선 매체 등의 무선 매체를 포함한다. 상기한 임의의 조합은 또한 컴퓨터 판독 가능 매체의 범위 내에 포함되어야 한다.

시스템 메모리(130)는 ROM(131) 및 RAM(132) 등의 휘발성 및/또는 비휘발성 메모리의 형태의 컴퓨터 기억 매체를 포함한다. 스타트-업 동안, 컴퓨터(110) 내의 엘리먼트 사이에서 정보를 전송하는데 도움이 되는 기본 루틴을 포함하는, 기본 입/출력 시스템(133)(BIOS)은 통상적으로 ROM(131)에 기억된다. RAM(132)은 통상적으로 즉시 액세스 가능하며 및/또는 현재 프로세싱 유닛(120)에 의해 오퍼레이팅되고 있는 데이터 및/또는 프로그램 모듈을 포함한다. 예를 들어, 도 1은 운영 체계(134), 응용 프로그램(135), 다른 프로그램 모듈(136) 및 프로그램 데이터(137)를 예시하고 있지만, 이에 제한되지는 않는다.

컴퓨터(110)는 또한 다른 착탈 가능/착탈 불가능, 휘발성/비휘발성 컴퓨터 기억 매체를 포함할 수 있다. 예를 들면, 도 1은 착탈 불가능하고 비휘발성인 자기 매체에서 판독 또는 기입되는 하드 디스크 드라이브(141), 착탈 가능하고 비휘발성인 자기 디스크(152)에서 판독 또는 기입되는 자기 디스크 드라이브(151) 및 착탈 가능하고 비휘발성인 CD-ROM 또는 다른 광학 매체 등의 광학 디스크(156)에서 판독 또는 기입되는 광학 디스크 드라이브(155)를 예시하고 있다. 예시적 오퍼레이팅 환경에서 사용될 수 있는 다른 착탈 가능/착탈 불가능, 휘발성/비휘발성 컴퓨터 기억 매체는 자기 테이프 카세트, 플래쉬 메모리 카드, DVD, 디지털 비디오 테이프, 고상(solid state) RAM, 고상 ROM 등을 포함하지만, 이에 제한되지는 않는 다. 하드 디스크 드라이브(141)는 통상적으로 인터페이스(140) 등의 착탈 불가능한 메모리 인터페이스를 통해 시스템 버스(121)에 접속되며, 자기 디스크 드라이브(151) 및 광학 디스크 드라이브(155)는 통상적으로 인터페이스(150) 등의 착탈 가능한 메모리 인터페이스에 의해 시스템 버스(121)에 접속된다.

상술되고 도 1에서 예시된, 드라이브 및 다른 관련 컴퓨터 기억 매체는 컴퓨터 판독 가능 명령, 데이터 구조, 프로그램 모듈 및 컴퓨터(110)에 대한 다른 데이터를 기억한다. 도 1에서, 예를 들어, 하드 디스크 드라이브(141)는 운영 체계(144), 응용 프로그램(145), 다른 프로그램 모듈(146) 및 프로그램 데이터(147)를 기억하는 것으로 예시되어 있다. 이 컴포넌트들은 운영 체계(134), 응용 프로그램(135), 다른 프로그램 모듈(136) 및 프로그램 데이터(137)와 동일하거나 다를 수 있다. 운영 체계(144), 응용 프로그램(145), 다른 프로그램 모듈(146) 및 프로그램 데이터(147)는 적어도, 상이한 복사본이라는 것을 예시하기 위해 상이한 번호가 제공된다. 이용자는 타블렛 또는 전자 디지타이저(164), 마이크로폰(163), 키보드(162) 및 일반적으로 마우스, 트랙볼 또는 터치 패드라고 하는 포인팅 디바이스(161) 등의 입력 디바이스를 통해 커맨드 및 정보를 컴퓨터(110)로 입력할 수 있다. 도 1에 도시되지 않은 다른 입력 디바이스는 조이스틱, 게임 패드, 위성 접시, 스캐너 등을 포함할 수 있다. 이러한 입력 디바이스 및 다른 입력 디바이스는 시스템 버스에 결합되는 이용자 입력 인터페이스(160)를 통해 프로세싱 유닛(120)에 접속되는 경우가 있지만, 병렬 포트, 게임 포트 또는 범용 직렬 버스(USB) 등의 다른 인터페이스 및 버스 구조에 의해 접속될 수 있다. 또한, 모 니터(191) 또는 다른 타입의 디스플레이 디바이스는 비디오 인터페이스(190) 등의 인터페이스를 통해 시스템 버스(121)에 접속된다. 모니터(191)는 터치-스크린 패널 등과 통합될 수 있다. 모니터 및/또는 터치 스크린 패널은 타블렛형 퍼스널 컴퓨터 등의 컴퓨팅 디바이스(110)가 포함되는 하우징에 물리적으로 결합될 수 있다. 또한, 컴퓨팅 디바이스(110) 등의 컴퓨터는 스피커(195) 및 프린터(196) 등의 다른 출력 디바이스를 포함할 수 있으며, 이는 출력 주변 인터페이스(194) 등을 통해 접속될 수 있다.

컴퓨터(110)는 원격 컴퓨터(180) 등의 하나 이상의 원격 컴퓨터로의 논리적 접속을 이용하여 네트워크 환경에서 오퍼레이팅될 수 있다. 원격 컴퓨터(180)는 퍼스널 컴퓨터, 서버, 라우터, 네트워크 PC, 피어(peer) 디바이스 또는 다른 공통 네트워크 모드일 수 있으며, 도 1에서는 메모리 기억 장치(181)만이 예시되어 있지만, 통상적으로 컴퓨터(110)에 관련하여 상술된 엘리먼트 중 다수 또는 모두를 포함한다. 도 1에 도시된 논리적 접속은 근거리 통신망(LAN)(171) 및 광역 통신망(WAM)(173)을 포함하지만, 다른 네트워크를 포함할 수도 있다. 이러한 네트워킹 환경은 사무실, 전사적(enterprise-wide) 컴퓨터 네트워크, 인트라넷 및 인터넷에서 일반적이다. 예를 들어, 본 발명에서, 컴퓨터 시스템(110)은 데이터가 이동되는 소스 장치를 포함할 수 있으며, 원격 컴퓨터(180)는 수신(destination) 장치를 포함할 수 있다. 소스 장치 및 수신 장치는 네트워크 또는 임의의 다른 수단에 의해 접속될 필요는 없지만, 대신에, 데이터는 소스 플랫폼에 의해 기입되고 수신처 플랫폼 또는 플랫폼에 의해 판독될 수 있는 임의의 매체를 통해 이동될 수 있 다.

LAN 네트워킹 환경에서 사용되는 경우, 컴퓨터(110)는 네트워크 인터페이스 또는 어댑터(170)를 통해 LAN(171)에 접속된다. WAN 네트워킹 환경에서 사용되는 경우, 컴퓨터(110)는 통상적으로 모뎀(172) 또는 인터넷 등의 WAN(173) 상에서 통신을 구현하기 위한 다른 수단을 포함한다. 내장형 또는 외장형일 수 있는 모뎀(172)은 이용자 입력 인터페이스(160) 또는 다른 적절한 메카니즘을 통해 시스템 버스(121)에 접속될 수 있다. 네트워킹 환경에서, 컴퓨터(110)에 관련하여 도시된 프로그램 모듈 또는 그 일부분은 원격 메모리 기억 장치에 기억될 수 있다. 예를 들어, 도 1은 원격 응용 프로그램(185)이 메모리 디바이스(181) 상에 상주하는 것으로 예시하고 있지만, 이에 제한되지는 않는다. 네트워크 접속부는 컴퓨터들 사이에서 통신 링크를 구현하는 예시적 수단 및 다른 수단이다.

프로액티브 메모리 관리

본 발명의 일 측면은 이용자 인터페이스, 응용 프로그램 및 운영 체계 소프트웨어의 중요한 측면 사이에서의 실제 성능 및 인지된 성능을 개선하는 시스템, 방법 및 메카니즘을 포함하는 개선된 메모리 관리 아키텍쳐에 관한 것이다. 따라서, 도 2에 도시된 바와 같이, 본 발명은 비교적 높은 성공율로 데이터가 디스크(204)(또는 플래쉬 메모리, 네트워크 데이터 소스, 테이프 드라이브 및/또는 가상의 임의 형태의 데이터 기억 장치 등의 등가의 다른 제2 기억 메카니즘)로부터 온 디맨드 메모리(202)로 판독되지 않고, 요구되기 전에 RAM(202)(또는 본 발명에서 사용되는 단순히 "메모리")에 요구된 데이터가 존재하는 것을 보장하도록 이용 자의 메모리 관련 액티비티(activity) 및 작업을 모니터링하는 프로액티브, 레질리언트 및 셀프-튜닝 메모리 관리 시스템(200)을 제공한다. 환언하면, 프로액티브 및 레질리언트 메모리 관리는 잠재적으로 사용될 수 있는 데이터를 메모리로 가져오고 메모리 내에서 상기 데이터를 유지하려고 시도한다. 사용 가능한 데이터가 교환(swap out)되거나 덮어쓰여질 필요가 있는 경우, 데이터는 레질리언트 방식으로 자동적으로 가져올 수 있는데, 이는 실제 디맨드 때문이 아니라, 예측된 디맨드 때문이다.

따라서, 본 발명은 현재 이용 가능한 대량의 메모리에 영향(leverage)을 주어 잠재적인 액티브 프로세스의 워킹 세트를 메모리 내에 유지하며, 기록 보관, 데이터 구조 및 시스템이 사용되어 프로액티브 및 레질리언트 메모리 관리를 달성하는 알고리즘을 유지한다. 이러한 기록 보관, 데이터 구조 및 다른 알고리즘이 시간에 걸쳐 점점 더 최적화될 것이지만, 현재의 실시예는 온 디맨드 I/O 전송의 상당한 감소를 초래할 것으로 예상된다.

용이하게 이해될 수 있는 바와 같이, 이 페이지들이 요구되기 전에 메모리(202)가 적절한 데이터(예를 들어, 페이지 내에 배치됨)로 채워짐으로써, 본 발명의 메모리 관리 시스템(200)은 온 디맨드 디스크 전송 오퍼레이션을 실질적으로 감소시키거나 제거하며, 따라써 상당수의 소비자 시나리오에서의 I/O 병목현상(bottleneck)이 감소되거나 제거된다. 본 발명에서 사용되는 바와 같이, "페이지"라는 용어는 메모리 관리 시스템(200)이 단위로서 처리하는 가장 적은 량의 데이터(예를 들어, 4096 바이트)를 의미할 수 있지만, 임의의 고정된 특정량의 데이터로 본 발명이 제한되는 것은 아니며, 따라서, "페이지" 데이터는 소정의 다른 고정된 량의 데이터, 심지어는 가변량의 데이터(예를 들어, 1 바이트 또는 다수의 바이트 정도로 작음) 또는 심지어는 스트리밍 전송일 수 있다. 따라서, 고정된 크기량 또는 다수의 량이 아닌, 임의량의 데이터를 판독/기입/스트림할 수 있는 메모리 관리 시스템은 예를 들어, 하나 이상의 페이지들을 판독 및 기입하는 것과 등가이다.

하기되는 바와 같이, 본 발명의 실시예는 메모리 사용 이력의 모니터링, 메모리 사용 분석, 메모리를 높은 값(예를 들어, 자주 사용된)의 페이지로의 리프레싱, 효율적인 I/O 프리-페칭 및 적극적인 디스크 관리에 관한 것을 포함하는 각종 메카니즘을 포함한다. 일반적으로, 이 메카니즘은 프로액티브 메모리 관리 시스템(200)으로서 함께 작동하여, 요구된 데이터가 요청되기 전에 메모리 내에 존재하는 것을 보장한다. 따라서, 알고리즘, 지원 데이터 구조 및 방법은, 각종 형태의 메모리 사용 데이터 및 지속적으로 및/또는 비교적 긴 시간 프레임에 걸쳐 수집될 수 있는 다른 정보의 이점을 취함으로써, 프로액티브하게 오퍼레이팅하도록 메모리 관리를 확장한다. 그러나, 본 발명은 이러한 메카니즘의 임의의 특정 조합을 필요로 하지 않고, 소수 및/또는 대안적 메카니즘에 다수 및 양호한 메모리 관련 이점을 제공할 수 있다. 예를 들어, 페이지가 다른 것 보다 사용될 가능성이 높은 것을 나타내는 값을 결정하고 보다 높은 값의 페이지를 메모리에 잔류시킴으로써, 메모리로의 페이지의 임의의 배경 프리-페칭 없이, 그리고 이 페이지들의 값을 결정하기 위해 사용된 정보가 간헐적으로 및/또는 비교적 단시간에 걸쳐서만 수 집된 경우에도, I/O 전송의 감소는 얻어질 수 있다.

아울러, 본 발명의 메모리 관리 방법 및 메카니즘은 메모리가 완충(full)되어 교환(swap)이 이루어질 필요성을 결정하는 경우뿐만 아니라, 메모리가 상대적으로 비어있는 것을 포함하여, 다른 레벨의 메모리 사용에서도 액티브됨으로써 메모리 사용을 개선할 수 있다. 예를 들어, 로딩된 페이지가 액세스되는 빈도는 시스템이 메모리 부하(pressure) 미만인지의 여부에 관계없이 측정될 수 있다. 아울러, 현재 메모리 내에 있는 것을 단순히 관리하는 것 대신에, 본 발명은 현재 메모리 내에 있는 것 및 (바람직하게는) 현재 디스크 상에 있지 않고 메모리 내에 있어야 하는 것 및 그 반대의 경우를 포함하여, 메모리를 전체적으로 관리한다.

본 발명은 각각의 메모리 페이지에 대해 현재 유지되는 정보에 추가하는 것을 포함하여, 다수의 방법으로 메모리 상태를 나타낸다. 이러한 새로운 정보는 최종 사용 시간에 대한 단순히 암시적 또는 명시적 정보가 아닌, 시간에 대한 각 페이지의 사용 빈도를 포함할 수 있다. 실시예는 또한 메모리 내에 현재 상주하고 있지 않은 페이지에 대한 정보를 유지한다. 하기되는 바와 같이, 데이터 구조는 잠재적으로 사용 가능한 데이터를 수용하거나 수용할 수 있는 여유(free) 메모리를 조직하는데 사용되고, 이 메모리가 대안적 사용을 위해 이용 가능하도록 구성되는 시점을 제어하는데 사용된다.

정보를 획득하기 위하여, 각 페이지에 대한 다수의 정보 세트는 추적 및 로깅 기법을 통해, 바람직하게는 비교적 장시간에 걸쳐 트래킹된다. 비교적 장시간에 걸쳐 액티브되는 경우 프로세스에 의해 사용된 각종 페이지들을 관찰함으로써, 액세스되는 코드 및 판독되는 데이터 파일이 기록되어, 페이지 값의 상당한 측정을 제공하고 따라서 잠재적인 워킹 세트를 구현한다. 이 측정된 데이터는 메모리 관련 이벤트에 응답하여 및/또는 다른 방식(예를 들어, 주기적으로)으로 메모리 콘텐츠를 리밸런싱하는 결정 프로세서의 일부로서 유지 및 액세스된다. 환언하면, 다수의 데이터의 트래킹은, 분석될 때 메모리 내에서 높은 값의 페이지가 낮은 값의 페이지 위에 보관 및/또는 프리-페칭되는 것을 가능하게 하며, 데이터가 요구될 높은 가능성, 데이터 전송의 용이성, 컨텍스트 및/또는 다른 기준에 의해 값이 결정되는 정보를 초래한다.

일반적으로, 본 발명은 메모리 페이지 단위로 통상적인 다수의 정보를 유지하여, 높은 값 및 낮은 값 모두를 확인하기 위한, 각 페이지에 대한 관련 값을 획득하고, 페이지가 현재 메모리 내에 있는지 또는 다른 기억 장치 내에 있는 지의 여부를 획득한다. 이 다수의 정보(패턴/빈도/그룹화/컨텍스트 데이터)는 메모리 내에 더 이상 존재하지 않거나(현재 하드 또는 플로피 디스크, CD 매체, DVD 매체, 네트워크, 플래쉬 메모리 등 상에 존재함) 처음부터 메모리에 존재하지 않았던 페이지들뿐만 아니라, 메모리 내의 페이지들에 대해 메모리 내에 유지(또한 지속됨)된다. 이 정보는 메모리에 없는 높은 값의 페이지를 메모리로 프리로딩(preload)(프리-페치)하고 및/또는 낮은 값의 페이지 위에 높은 값의 페이지를 유지하는데 사용된다. 이것이 달성되는 일 방법은 메모리 내에서 더 이상 존재하지 않지만 워킹 세트를 위한 어드레스 공간에서는 유효 페이지에 대한 다수의 사용 정보를 포함하는 워킹 세트 엔트리를 워킹 세트 보완(complement) 메카니즘을 통해 보관하는 것 이다. 다른 방법은 파일 페이지 이력 메카니즘에 기초하여 구축된, 확장 대기 페이지 세트를 통한 것이며, (예를 들어, Window^? 기반 시스템에서의 대기 리스트 등의, 사용되지 않는 페이지의 캐쉬(cache)), 물리적 메모리가 존재하는 것보다 다수의 물리적 페이지 디스크립터 및 엔트리가 할당되며, 이것은 사용 패턴, 빈도, 그룹화 및/또는 메모리에 남겨진 페이지에 대한 컨텍스트 정보를 유지하기 위해 사용된다.

각종 통계치가 트래킹되어, 하기되는 바와 같은, 사용된 주기 카운트, 생성 시간, 최종 액세스 시간 등과 같은, 페이지가 요구될 가능성을 결정하는 기준 패턴 및/또는 사용 빈도를 도출해낸다. 이러한 타입의 통계치는 기준 패턴, 사용 빈도 등을 도출하기 위해 사용될 수 있는 페이지 엔트리 단위의 메모리 또는 범위/그룹 내에 보관될 수 있다. 이러한 통계치는 파일에 대한 엔트리 및/또는 오브젝트, 메모리 맵핑 오브젝트 또는 다른 페이지 그룹화가 유지될 수 있다. 또한, 상태 장치는 예를 들어, 페이지가 메모리로부터 제거되어 다시 불러온(bring back in) 경우를 커버하기 위하여, 에이지(age) 비트 이외의 상태를 갖는 페이지 또는 페이지 그룹 단위로 배치될 수 있다. 이 변화된 정보는 서브세트 내에서 메모리의 페이지들을 우선 순위화하고, 예를 들어, 프로그램이 다수의 페이지들을 1회 또는 2회 참조하는 경우에, 높은 값의 페이지들이 용도 변경(repurpose)되는 것을 방지하는데 사용될 수 있다. 우선 순위화는 명시적이며, 리스트 내의 위치로부터 추론되지 않는다. 우선 순위는 캡쳐된 사용 패턴, 빈도, 컨텍스트, 그룹화 등으로부터 주기적으 로 또는 경우에 따라 재계산될 수 있다.

아울러, 메모리로 특정 페이지를 가져오는 비용은 예를 들어, 작은 파일로 되돌아간(back) 페이지파일인지 또는 순차 액세스/스트리밍되는 페이지들이 이 비용 인자를 달성하는데 사용될 수 있는지의 여부, 즉 그 값을 결정하는 인자일 수 있다. 이러한 평가는 페이지 단위로 이루어질 수 있지만, 예를 들어, 페이지 서브세트 상에서만 다수의 정보 중 일부 또는 모두를 유지하고, 파일 오브젝트, 섹션/맵핑 등에 대한, 페이지의 통계치 및 카운트 그룹을 획득 및/또는 보관함으로써, 보다 소형이 될 수도 있다. 아울러, 상태 데이터는 확장된 페이지 정보의 일부로서 획득 및 사용될 수 있다.

예를 들어, 컨텍스트를 관찰함으로써, 파워 상태 및 디스크 상태를 포함하여, 메모리 관리 결정에서 통상 고려되지 않는 인자가 고려될 수 있다. 또한, 큰 메모리 임팩트를 갖는 것으로 알려진 프로그램의 대기/재개, 휴지/재개 및 실행/종료로부터의 신속한 복귀를 위한 적절한 액션을 취하기 위해, 관찰된 이벤트가 고려된다.

이러한 상태 정보를 기록하는 것 이외에, 다른 메카니즘은 본 발명의 프로액티브 메모리 관리를 용이하게 하도록 이용될 수 있다. 예를 들어, 응용 프로그램은 특정 데이터를 다른 데이터에 비해 덜(또는 보다) 유용한 것으로 선언할 수 있으며, 드물게 발생되는 에러를 처리하는데 필요한 데이터는 다시 사용될 가능성이 없는 것으로 선언될 수 있으며, 이에 의해 이러한 데이터는 낮은 값으로 할당 또는 웨이팅되는 양호한 후보(candidate)이다. 이용자는 또한 특정의 낮은 또는 높은 우선 순위 데이터를 표시할 수 있으며, 예를 들어, 애플리케이션의 도움 파일을 거의 사용하지 않는 이용자는 애플리케이션 및/또는 운영 체계에 대한 낮은 우선 순위 또는 그 반대를 나타내도록 수동으로 제공하며, 예를 들어, 가능하다면 메모리 내에 도움 데이터를 항상 보관할 수 있다. 따라서, 애플리케이션에 대한 애플리케이션 프로그래밍 인터페이스(또는 유사한 기능부)는 예를 들어, 페이지가 더 이상 높은 값이 아니거나, 다른 페이지 세트가 높은 값인 것을 지정함으로써, 프로그램이 시스템 메모리 관리에 기여하는 것을 가능하게 하도록 제공될 수 있다. 응용 프로그램은 또한 메모리 관리자가 그 오퍼레이션에서 참조된 페이지의 값을 트래킹 및 그룹화하는데 사용될 수 있는 컨텍스트 및 오퍼레이션을 지정할 수 있다. 이 방식으로, 응용 프로그램은 예를 들어, 파일 열기/저장 다이얼로그를 표시하거나 작업창(task pane)을 나타내는, 메모리 사용에 대하여 중요하다고 믿어지는 오퍼레이션을 마크(mark)할 수 있다.

또한, 페이지 값은 다른 방식으로 메모리 관리를 개선하는데 사용될 수 있다. 예를 들어, 프로그램이 1회 또는 2회 사용된 대량의 파일 페이지를 수행할 때, 유사한 페이지만이 용도 변경되고, 높은 값의 페이지가 보호된다. 아울러, 예를 들어, 디스크로 교환되지 않고, 메모리 내에 낮은 및/또는 중간 값의 페이지가 압축됨으로써 특정 페이지의 압축 또한 가능하다. 예를 들어, 애플리케이션 또는 디스커버리 메카니즘은 디스크의 여유 공간에 데이터를 기입하지 않고 데이터의 약간 큰 블럭(예를 들어, 중간 또는 낮은 값)을 압축하는 것이 바람직할 수도 있다는 것을 나타낼 수 있다.

사용된 추적 및 로깅 기술은 현재 알려진 것 이상으로 수행(go)되는 메모리 사용 데이터를 기록하기 위한 새로운 능력을 제공한다. 새로운 알고리즘은 이 데이터를 조사(mine)하여 효과적인 방식으로 디스크로부터 데이터를 프리-페칭하고, 또한 값 우선 순위화에 기초하여 메모리 내에 데이터를 유지하기 위한 명령 또는 시나리오 플랜을 생성한다. 예를 들어, 다수의 데이터로 인해, 메모리 페이지의 대기 페이지 세트는 정량화(quantify)된 우선 순위가 존재하지 않는 FIFO형 큐로 단순히 배치되지 않고, 우선 순위화된다. 본 발명에 있어서, 대기 페이지 세트의 페이지는 최종 참조되는 시점에 무관하게, 다른 페이지와 관련된 값의 관점에서, 높은 우선 순위를 가질 수 있으며, 따라서, 워킹 세트 메모리 내에 그것을 포함하는, 메모리 내에서 다른 페이지 위에 보관된다. 예를 들어, 특정 액티브 프로세스의 페이지는 그 페이지들이 최근에 사용되었지만, 다시 사용될 가능성이 전혀 없을 수 있으며, 이에 의해 이 페이지들이 오래동안 사용되지 않았지만, 잠재적으로 재사용될 수 있는 페이지보다 낮은 값일 수 있다.

아울러, 관찰된 상태 데이터 및 실제 사용 빈도, 최종 사용 시간 및 다른 측정 결과 등의 측정 결과 이외에, 다른 기준이 사용되어 페이지의 값을 결정할 수 있다. 예를 들어, 대체 패널티(penalty)의 개념은 메모리 내의 페이지 값을 결정하는데 사용될 수 있으며, 예를 들어, 임의로 분산된(scattered) 데이터(디스크 상에서 불연속적)는 연속하는 순차 데이터보다 디스크에서의 전송에 보다 많이 비용이 소요되며, 따라서, 메모리 내에 임의로 분산된 데이터를 유지하고, 예를 들어, 대량의 메모리가 갑자기 요구되는 경우에 순차 데이터를 전송하는 것이 보다 효과 적(valuable)일 수 있다. 따라서, 페이지의 유용성은 그 사용 및 장치 및 파워 및 디스크 상태 고려 등의 다른 컨텍스트의 이력 추적과 함께, 그 I/O 전송 비용에 의해 결정될 수 있다. 또 다른 인자, 예를 들어, 엔티티(예를 들어, 애플리케이션 또는 이용자)가 특정 데이터에 할당될 수 있는 웨이트가 사용될 수 있다.

일 실시예에서, 프로그램의 메모리 사용은 예를 들어, 이용자를 통해 장치 상에서 트래킹되며, 디스크 및 메모리 모두 상의 페이지의 잠재적 사용 가능성이 분류된다. 이러한 추적 및 분류로부터, 메모리 버짓(budget)이 결정되며, 상기 버짓에 기초하여, 배경 I/O 메카니즘은 각 페이지의 정량값에 의해 결정되는 바와 같이, 이용 가능한 가장 유용한 페이지로 메모리를 채우도록 시도한다. 따라서, 메모리 페이지는 레질리언트될 수 있으며, 예를 들어, 필요한 경우 제거될 수 있지만, 공간이 다시 이용 가능하게 된 경우에 자동적으로 복구될 수 있다. 이 방법은 제1 사용 시간에만 디스크로부터 페이지를 가져오고, FIFO 방식으로 페이지를 보관하는 반응성 디맨드 페이징(제한된 클러스터링 또는 프리-페칭을 포함)에 의존하는, 메모리 관리에 대한 일반적인 방식에 대조된다. 본 발명에 있어서, 페이지가 상주할 때, 메모리 구조는 우선 순위화에 기초하여 메모리 내에 페이지를 보관하며, 페이지가 사용되는 시간에 걸쳐 변화될 수 있으며, 그 결과 높은 유용성의 페이지는 메모리가 현재의 다른 액티비티에 대해 필요하지 않은 경우 및 필요할 때까지 메모리 내에 남아있는다.

높은(및 낮은) 값의 페이지를 확인하기 위하여, 페이지 값 및/또는 액세스 패턴 데이터는 비상주 영구 기억 장치로 전달되어 유지되며, 이에 의해 이 정보(예 를 들어, 패턴, 빈도, 컨텍스트 및/또는 그룹화 데이터를 포함)는 부트에 걸쳐 지속된다. 페이지 데이터를 파일에 기입하는 것 이외에, 데이터의 번역(interpreting), 새로운 값의 구축 및/또는 잉여 또는 불필요한 데이터를 버리기 위한 데이터의 조사(mining)을 포함하여, 그것들 또한 유지되며, 그 결과, 영구 기억 장치에 저장된 것은 페이지 사용 데이터뿐만 아니라, 식별된 패턴 데이터를 포함한다. 하기되는 바와 같이, 메모리 관리에 의해 유지되고 사용되는 페이지 값 및 액세스 패턴 데이터는 다른 컨텍스트 및 이벤트(하기되는 바와 같이)에 따라, 페이지 기준을 추적하고 및/또는 샘플링함으로써 캡쳐된다. 본 발명에 따르면, 추적 및 샘플링 오퍼레이션은 단순한 보관 카운트 및 메모리 내의 각 페이지의 소량의 상태를 초과한다. 따라서, 추적 및 샘플링 메카니즘은 액세스 비트가 리셋되는 경우 그 로그를 추적하는 PTE(페이지 테이블 엔트리) 액세스 비트를 포함한다. 예를 들어, 자주 참조된 페이지에 대해, 액세스 데이터가 워크(walk)되고 리셋이 로그되는 데이터량을 제한하는 비율을 측정하고 유지함으로써, 정보는 액세스마다 로그되지 않고, PTE 액세스 비트가 리셋되는 비율이 유지될 수 있다. 아울러, 페이지 오류(하드폴트 및 소프트/트랜지션 폴트) 및 판독 및 기입 파일 요청이 로그될 수 있다. 프로세스 워킹 세트를 스냅슈팅(snapshooting)하기 위한 메카니즘은 또한 페이지 값 데이터를 얻을 수 있으며, 이는 메모리에 잔류하거나 워킹 세트로부터 트리밍될 때 페이지를 추적하기 위한 메카니즘일 수 있기 때문이다.

이 정보에 있어서, 영구 기억 장치 및 메모리 내의 페이지에 대해, 그 최종 액세스 시간, 사용 패턴, 사용 빈도, 가상 또는 물리적 위치, 페이지가 트리밍되는 시점 등에 의해 페이지는 그룹화되며 정보는 조사될 수 있다. 다음으로, 이 그룹화는 한번에 페이지 영역 외부로 효과적으로 교환하는데 사용될 수 있으며, 페이지파일 등의 수신처에서의 레이아웃에 사용될 수 있다. 예를 들어, 소수의 페이지가 사용되는 경우, 전체 그룹은 효과적으로 가져올 수 있다. 메카니즘은 또한 예를 들어, 한번에 전체 파일을 가져오기 위하여, 영구 파일/페이지 이력을 이용하여 "스마트 클러스터링"을 수행할 수 있다. 페이지는 또한 프로세스가 페이지를 사용함으로써 그룹화될 수 있으며, 프로세스 수명의 일부에 걸쳐(예를 들어, 작동 개시, 셧다운) 페이지가 사용되며, 이에 의해 주기(예를 들어, 디스크 바운드 오퍼레이션) 내에 페이지가 하드-폴트된다. 페이지를 그룹화하는 다른 방법은 특정 이용자의 프로세스에 의해, 태스크 전환 주위에서 참조된 페이지, 마우스 클릭, 호버(hover), 포커스 및 다른 이용자 입력, 일일 중 특정 시간 및/또는 일주일 중 특정 일 등에 대한 사용에 기초한 시간 및 애플리케이션 특정 컨텍스트를 포함하는 다른 컨텍스트를 포함한다.

일반적으로, 본 발명에 따른 메모리 관리는 태스크 전환, 윈도우 생성, 다이얼로그, 포커스 변경, 마우스 호버 및 클릭 및 다른 이용자 입력 이벤트를 포함하는 다수의 이벤트 및 컨텍스트 세트에 대한 액션을 트래킹하여 취할 수 있다. 다른 이벤트 및 컨텍스트는 애플리케이션 작동 개시 및 셧다운, 시스템 부트, 로그인, 셧다운, 대기/휴지 및 재개, 전환 이용자, 비디오, 오디오 및/또는 유사한 매체 재생 이벤트(예를 들어, 시작 및 종료), 비디오 타임-쉬프팅, 시스템(원격 데스크탑, 텔넷 등을 포함)에 대한 원격 접속 및 애플리케이션 특정 컨텍스트를 포함한 다.

본 발명의 측면에 따르면, 높은 값의 페이지가 메모리 내에서 낮은 값의 페이지 위에 보관되며, 또한 그 페이지에 대한 실제 디맨드가 없는 경우에도, 높은 값의 페이지가 메모리 내에서 낮은 값의 페이지 또는 사용되지 않은 페이지(메모리가 자동적으로 파퓰레이팅(populate)됨) 위에 로딩(프리-페칭)될 수 있다. 이 파퓰레이션 및/또는 리밸런싱은 재부트(re-boot) 이후, 대량의 메모리가 비어있는(free) 이후 또는 바람직하게는 배경 오퍼레이션시, 다소 지속적으로 또는 적어도 규칙적으로 여러 회수 및 각종 방식으로 수행될 수 있다. 바람직하게는, 메모리 관리자에 의해 사용된 파퓰레이션 메카니즘은 통상적(unobtrusive)이고, 아이들 우선 순위 I/O 및 아이들 검출 메카니즘에 기초한다. 하기되는 바와 같이, 이것은 스케쥴링 알고리즘 일뿐만 아니라, 정상적인 입력 I/O 패턴을 관찰하고, 정상 I/O에 대한 탐색(seek)과 중첩되거나 상기 탐색을 초래할 가능성이 없는 경우에 배경을 스케쥴링함으로써 스로틀링(throttling) 방식으로 오퍼레이트될 수 있다. 아이들 검출 메카니즘(예를 들어, 아이들 태스크로서 큐잉됨)은 이용자 입력, CPU 및 디스크를 관찰하여 시스템이 아이들 상태인 시점을 결정함으로써, 통상적인(unobstrusive) 방식으로 메모리 리밸런싱을 수행한다. 그러나, 메모리의 전경 파퓰레이션은 또한 때때로 높은 값을 가지며, 따라서, 프리 로딩된 메모리의 일부 또는 전부는 높은 우선 순위를 가질 수 있다.

따라서, 프리-페칭 동안, I/O 오퍼레이션은 배경 작업을 수행하는 액티브 애플리케이션 및 프로그램 간의 간섭을 제한하는 메카니즘에 의해 효율성을 제공하도 록 관리될 수 있다. 예를 들어, I/O 전송은 검색 시간을 감소시키기 위해 정렬되고 우선 순위화될 수 있으며, 그 결과 배경(예를 들어, 프리-페칭) 오퍼레이션은 전경(foreground) 오퍼레이션을 지연시키기 않고 이용자의 정상 시스템 사용을 간섭하지 않는다. 아울러, 메카니즘은 I/O 요청을 분류하고 드라이버 스택을 통해 이 정보를 통과시키기 위해 제공될 수 있으며, 그 결과 낮은 레벨의 메카니즘은 적절한 우선 순위로 I/O를 스케쥴링할 수 있다. 이것은 낮은 우선 순위를 갖는 I/O의 분류가 보다 높은 우선 순위 분류를 간섭하지 않게 하며, 소정의 오퍼레이션이 상이한 범주하에서 여러 번 요청되는 경우 가능한 우선 순위 반전을 방지하는 것을 요청할 수 있다. 상이한 범주로부터의 I/O는 보급된 사용 패턴을 인지하여 간섭을 최소화하기 위해 검색하는 알고리즘을 이용하여 신속히 처리될 수 있다.

I/O 오퍼레이션의 일 측면은 다른 이용자 및 시스템 활동 수행에 손상을 주지 않고 사용 중인 리소스에 영향을 주는(leverage)는 것이지만, 이용자의 전경 애플리케이션과 간섭하지 않고 디스크로부터 높은 사용도의 파일 페이지를 판독할 때에 문제가 발생할 수 있다. 이러한 일 문제는 예를 들어, 등록 파일 및 임시 인터넷 파일 캐쉬 인덱스를 이용자가 단독으로 개방한 것을 파일로부터 프리-페칭하기 위한 요청이다. 파일이 이미 단독으로 개방된 이러한 상황에서, 파일은 그것으로부터 프리-페칭하여 정상적으로 개방될 수 없다. 마찬가지로, 메모리 관리 메카니즘이 프리-페칭용 파일을 성공적으로 개방하고, 파일에 대한 단독 액세스를 요청하는 애플리케이션이 그것을 개방하려고 하는 경우, 애플리케이션은 오류가 발생되어, 임의 애플리케이션 에러로서 인식되게 된다. 이 문제는 파일 시스템이 그 파 일에 대한 공유 정보를 갱신하지 않는 비통상적 방식으로 파일을 개방하기 위해 특정 API를 호출함으로써 방지될 수 있다.

다른 I/O 관련 문제는 시스템에 대한 높은 우선 순위의 I/O 요청과 간섭되지 않는 방식으로 I/O 요청을 발생하는 것이다. 이것은 최종의 정상 I/O 이후에 충분히 길게(예를 들어, 75ms) 디스크가 아이들 상태로 있지 않는 경우 낮은 우선 순위 I/O를 시작하지 않음으로써, 부분적으로 달성될 수 있다. 그러나, 이로 인해 우선 순위 반전 문제가 초래되며, 이 문제는 특수 플래그로 판독된 더미를 I/O 스택 아래로 전송함으로써 해결된다. 더미 판독 패킷의 전송은 우선 순위 반전의 문제를 고지하기 위해 I/O 스택과 통신하는 방법이며, 이것은 실제 요청이 스택 내에 분산된 다수의 서브-요청으로 분해되고 그 결과 그것들은 오리지널 요청 처리를 통해 달성될 수 없는 경우에도 작동한다. 필터 드라이버가 대응 IRP(I/O 요청 패킷)을 찾을 때, 그것은 그 범위와 중첩되는 현저한 I/O 모두의 우선 순위를 증가시키며, 이 때 더미 판독 IP는 임의의 실제 작업을 수행하지 않고 완료된다. 그러나, 이 해결책(fix)에 있어서도, 낮은 우선 순위 페이징 I/O의 대량 리스트를 발행하는 것은 정상 또는 높은 우선 순위 스레드(thread)를 차단할 수 있다. 따라서, 이것은 한 번에 하나의 파일에 대해, 소수의 낮은 우선 순위를 갖는 프리-페치 페이징 I/O만을 발행함으로써 방지될 수 있으며, 이것은 우선 순위 반전에 대한 잠재성을 상당히 감소시키고, 그 주기를 단축시킨다. 이러한 개선점에 있어서, 디스크 상의 높은 유용도의 파일 페이지 및 메모리 내의 낮은 유용도의 페이지가 일단 확인되면, 이용자의 현재 활동을 간섭할 우려 없이 요청이 즉시 큐잉(queue)될 수 있다.

본 발명의 이러한 측면의 결과로서, CPU의 이용은 정상 시스템 사용을 간섭하지 않고 상당히 증가된다. 다수의 일반 이용자에 있어서, 실제로 사용된 파일-백(file-back) 페이지의 전체 세트는 메모리 내에서 유지되기에 충분히 작다. 이 요청된 페이지는 부트 이후에 프리로딩되고, 또한 메모리에 대한 임시의 높은 디맨드가 발생되고 이 페이지들이 디스크와 교환되어야 하는 경우에 상기 페이지는 복구될 수 있다. 요청된 메모리의 집합적 워킹 세트가 소정의 애플리케이션 및 시스템에 대해 너무 큰 경우, 워킹 세트의 서브세트는 메모리 내에 유지될 수 있지만, 본 발명은 페이지 밸런스에 대한 I/O 효율성을 제공하려고 한다.

그러나, 다수의 일반 소비자 시나리오의 테스트시, 비교적 복잡한 작업부하에서도 참조된 총 페이지수가 현재의 메모리 량과 일치하는 것이 확인되었다. 예를 들어, 각종 실험에서 결정된 바와 같이, 매우 중요한 일부 작업부하를 위해 필요한 페이지는 384 메가바이트의 RAM을 구비한 장치의 메모리와 일치할 수 있으며, 많은 작업부하를 위해 필요한 페이지는 256 메가바이트의 RAM과 일치할 수 있다. 메모리는 요구되는 것보다 크기 때문에, 본 발명은 적절한 페이지를 프리로드하고 페이지 오류를 제거하는 것을 가능하게 하며, 이에 의해 이용자 입력에 응답하여 전체 CPU 사용시 이용자 애플리케이션이 작동할 수 있게된다.

페이지 오류 제거(또는 거의 제거)의 결과로서, 본 발명은 현재 수행되는 것보다 훨씬 더 적극적으로 디스크가 관리될 수 있도록 한다. 예를 들어, 많은 경우에, 대기 상태로부터의 재개가 디스크 스핀 업 동안, 지연되는 상황을 제거하는 것이 가능하다. 따라서, 본 발명의 프로액티브 및 확장된 메모리 관리의 상당한 하 나의 이점은 타블렛 컴퓨팅 디바이스, 랩탑 및 이러한 다른 디바이스 등의 휴대용 디바이스가 디스크로부터의 판독 없이 장시간 동안 작동할 수 있다는 것이다. 배터리 파워 온일 때 디스크의 회전을 억제하는 것은 이용 이용자에 대한 상당한 파워 절약 향상을 나타내는데, 이는 연장된 기간 동안 회전이 감소된(spin down) 디스크는 휴대용 장치의 배터리 수명을 증가시키고, 일반적으로 디스크 수명을 증가시키기 때문이다.

디스크 판독이 없을 경우에, 디스크 회전을 억제하는 유일한 이유는 기입을 만족시키기 위한 것이다. 그러나, 통상의 기입 동작은 동일한 디스크 섹터에 반복된 기입을 포함하며, 장시간에 걸쳐 기입된 개별 섹터의 수는 통상적으로 그다지 많지 않다. 따라서, 배터리-백업 메모리 또는 다른 비휘발성 NVRAM을 이용하는 단순한 디스크 섹터 캐쉬는 일반적으로 도 3에 도시된 바와 같이 기입을 처리할 수 있으며, 비교적 소량의 선택적(점선 상자로 표시됨) 비휘발성 RAM(NVRAM)(302)는 일부 기입이 방지될 수 있거나 바람직할 때, 예를 들어, 이용자가 문서를 저장할 때, 디스크의 회전이 감소된 상태로 유지될 수 있는 전체 비휘발성 기억 시스템(300)의 일부일 수 있다. 일 실시예에서, 32 메가바이트의 NVRAM은 비교적 장시간 동안, 즉 디스크의 회전이 감소될 수 있는 동안, 테스트된 시스템이 이러한 디스크-바운드(disk-bound) 기입을 억제(hold off)할 수 있도록 하면서, 이메일 판독, 웹 브라우징, 문서 편집 및 저장 등의 일반적인 태스크를 수행한다. NVRAM(302)은 선택적 프로액티브 기억 관리 시스템(304)(본 명세서에서 프로액티브 메모리 관리 시스템(200)과 다소 유사할 수 있음)에 의해 프로액티브하게 관리되 어, 디스크가 회전할 때 NVRAM(302)으로부터 디스크(204)로 덜 가치있는 기억된 페이지를 교환하고, 이후에 디스크가 회전 감소될 때 공간에 여유를 제공(free up)한다.

디스크의 회전 감소로 제1의 요청된 디스크 액세스에 상당한 패널티가 부과되지만, 신중한 메모리 및 섹터 캐쉬 관리는 대부분의 상황에서 동기 지연의 방지를 가능하게 할 것이다. 그러나, 이것은 항상 가능한 것은 아니며, 따라서, 디스크를 정지시키고 재시작하는 것이 가장 바람직한 시점에 대해 전략적으로 결정을 해야할 것이며, 일부 경우에, 앞으로의 애플리케이션은 디스크의 재시작을 연결(bridge)하는데 도움이 될 수도 있다.

요약하면, 일반적으로, 본 발명은 정상적인 시스템 사용 동안 인자로서, 가장 느린 컴포넌트, 즉 디스크를 사용할 필요성을 실질적으로 감소시키는 메모리 관리 기술에 관한 것이다. 본 발명은, 부팅, 신속한 이용자 전환 또는 게임 프로그램 등의 대용량 애플리케이션을 종료(exit)한 후에도, 새로운 프로액티브 및 레질리언트 방법을 통해, 대용량 (significant)의 메모리 관련 오퍼레이션에 대해 지속적인 응답성(responsiveness)을 전송하도록 제공된다. 디맨드 페이징으로 인해 현재 디스크-바운드되는 대형 및 고가의 오퍼레이션에 대한 감소된 응답 시간뿐만 아니라, 디스크 회전 증가에 대해 지연되지 않은 대기 상태로부터의 확실히 빠른 재개가 본 발명으로부터 얻어진다. 시스템 사용 패턴을 채택하고 개선된 전체 성능을 제공하는 디스크 상의 셀프-튜닝 메모리 캐슁 및 자동 파일 레이아웃으로부터 다른 이점이 얻어진다. 또 다른 이점은 매체 애플리케이션에 의해 사용된 메모리 및 디스크 대역폭을 보호하여 극적으로 감소된 매체 결함(glitch), 상호 응답성에 손상을 줄 수 있는 안티바이러스 스캐너, 파일 인덱서 및 로그온 스크립트 등의 배경 동작으로부터의 보호 및 이동 디바이스의 확장된 배터리 수명, 저 잡음 및 저 진동을 포함하며, 그 결과 장시간 동안 디스크의 회전 감소가 유지된다. 또한, 본 발명으로부터 다수의 배경 스트림을 갖는 매체 및 e홈형(eHome-like) 애플리케이션에 대한 개선된 스트리밍 능력이 제공된다.

다음 부분은 각종 실시예에 대해 기술하며, 이것은 메모리를 관리하기 위해 획득될 수 있는 정보를 이용하는 방법 중 단지 일부라는 것이 인식되어야 한다.

실시예

하기되는 본 발명의 적어도 일 실시예는 Microsoft Corporation사의 Windows^?XP SP1 및 Windows^?NTFS 파일 시스템을 운용하는 수정된 시스템 상에서 실행되었다. 그러나, 본 발명은 임의의 특정 운영 체계 또는 특정 형태의 메모리 관리에 제한되는 것이 아니고, 오히려, 메모리 관리 시스템에 의해 메모리가 관리되는 임의의 컴퓨터가 제공되며 상기 컴퓨터로 동작시키려고 하는 것인데, 이는 본 발명이 이론적 및 지능적 캐쉬 관리 방식을 포함하기 때문이다. 아울러, 실시예에는 메모리가 로딩된 제2 기억 장치로서 디스크 드라이브가 제공되지만, 제2 기억 장치가 반드시 디스크 드라이브는 아니며, 플래쉬 메모리, 네트워크 데이터 소스, 테이프 드라이브 또는 가상의 임의 형태의 데이터 소스 등의 대안을 포함하며, 실제로는 디스크를 전혀 사용하지 않는 컴퓨터 시스템이 본 발명에 상당한 이점이 될 수 있 다는 것이 용이하게 이해되어야 한다.

본 발명의 일측면 및 도 4a 및 4b의 실시예(400)에 도시된 바에 따르면, 프로액티브, 레질리언트 및 셀프-튜닝 메모리 관리에 대한 본 발명의 방법을 수행하는 각종 메카니즘이 개발되었다. 이러한 메카니즘은 참조된 페이지의 추적 및 로깅을 위해, 이로젼(erosion)으로부터의 가치있는 페이지의 보호 및 전송 후에 메모리에 이 페이지들의 페칭(fetch) 및 복구를 제공한다. 이 메카니즘들은 필요할 때에는 커널(kernel)의 일부로서 작동하지만, 이용자 모드(권한이 없는(unprivileged)) 서비스를 포함할 수도 있다.

전술한 바와 같이, 메모리 사용 및 다른 컨텍스트 데이터를 추적(trace) 및 로그하기 위하여, 본 발명은 정보를 수집하여, 현재의 이용자가 자주 활동하기 위해 액세스되는 페이지를 포함하는, 많은 정보를 획득한다. 예를 들어, 단일 프로세스에 의한 또는 특정 시간 동안 전체 시스템 사이에서, 페이지들에 대한 각각의 액세스가 기록될 수 있다. 따라서, 도 4a에 도시된 바와 같이, 예시적 메모리 관리 실시예(400)에서, 추적 메카니즘(402), 또는 추적 장치(tracer)는 액세스될 페이지에 대응하는 액세스 비트의 모니터링 및 오류에 의해 페이지가 메모리로 제공되는 시점의 관찰을 포함하는, 페이지 관련 액티비티의 모니터링(404)에 의해 페이지 레퍼런스를 추적한다.

또한, 도 4a에 도시된 바와 같이, 추적 정보는 파일-오프셋 쌍 또는, 힙(heap) 등의 개인(private) 페이지를 위한, 설정된 가상(set-virtual) 어드레스 쌍으로서 각각의 페이지를 확인하는 데이터 구조(예를 들어, 하기되는 하나 이상의 이전 로그(408 : previous log) 및 원 로그(410 : row log) 내에 로거(406 : logger)에 의해 보전된다. 특히, 일 실시예에서, 추적 메카니즘(402)은 커널 버퍼(미도시) 내에 프로세스 관련 가상 메모리 이벤트를 기록하며, 이로부터 원 로그(410)는 이후에 어셈블링된다. 추적 메카니즘(402)에 의해 얻어질 수 있는 다른 유용한 정보는 페이지(참조될 경우)가 상주 메모리였는지 아니면 디스크로부터 하드-폴트되어야 했는가의 여부를 트래킹한다. 가상 메모리 이벤트는 페이지가 재액세스되고 있는 비율을 기록하는 어드레스 공간 및 액세스 카운터의 특정 페이지에 대한 초기 액세스를 포함한다. 또한, 장치의 상태 및 추적 시에 액티브한 인식된 컨텍스트에 대한 정보가 포함된다. 각 페이지에 있어서, 예를 들어, 최근에 시작된 시나리오 중 각각의 이 페이지가 참조된 추가 정보 및 유사한 시스템 상태 정보가 유지될 수 있다.

따라서, 본 발명의 메모리 관리 방법의 중요한 원리는 시스템 상에서 관찰된 메모리 관리 이벤트를 로그하는 것, 즉, 특정 프로세스에 의한 가상 어드레스 공간의 일부에 대한 액세스의 표현이다. 모든 액세스를 기록하는 것이 용이하지 않기 때문에, 기술된 실시예에서, 페이지 입도(granularity)에서 작업이 수행되어, 제1 액세스 및 후속하는 액세스의 빈도에 대한 정보가 기록된다.

로거(406)는 커널 추적을 획득하고 원 로그(410)로서 그것들을 포맷함으로써 동작된다. 로거의 임무는 원 로그가 이용자의 디스크를 채우지 않도록 리소스 제한이 유지(respect)되는 것을 보장하는 것을 포함한다. 따라서, 다소 적당히 짧은 간격으로 특정 순간(instantiation)의 프로세스 동안의 액세스 패턴을 나타내는 원 로그(410)에 추적이 기록된다. 예를 들어, 단일 부트 또는 휴지 상태로부터의 재개 동안, 예를 들어 제어 패널을 가져오는(bring up) 임의의 이용자 이벤트에 후속하는 주기 동안, 애플리케이션이 전경 애플리케이션인 주기 동안 및 특정 이벤트에 고정(peg)되지 않은 소정의 시간 간격 동안, 로그가 수집될 수 있다.

기술된 실시예에서, 로그는 컨텍스트, 메모리-상태 및 시간 정보를 포함할 수 있는 헤더 및 <소스, 오프셋, 하드폴트> 엔트리 테이블을 포함하며, 소스는 소정의 오프셋에서 액세스된 파일 또는 프로세스 어드레스 공간이며, 하드폴트는 데이터가 디스크로부터 판독되었는 지의 여부를 나타내고, 비용에 대해 대략적으로 평가한다.

각종 컨텍스트에 대한 페이지 사용을 추적하는 것 이외에, 메모리 내에 있는 각 페이지의 액세스 패턴과 수명에 대한 정보가 유지될 수 있으며, 페이지 유틸리티에 관하여 양호하게 결정할 능력을 제공한다. 예를 들어, 현재의 운영 체계는 각 페이지에 2비트의 에이지(age) 정보만을 보관(keep)하여, 최근에(예를 들어, 지난 2분 이내에) 참조되지 않았던 모든 페이지는 메모리 관리자와 동일한 것을 보는 경향이 있다. 본 발명에서, 메모리 관리 시스템이 액세스하는 정보는 각 페이지가 생성되고 최종 액세스된 기간뿐만 아니라, 각 페이지가 사용된 얼마간의 기간(예를 들어, 수분)을 포함할 수 있다. 본 발명에 따르면, 메카니즘은 심지어 그 페이지들이 디스크로 페이지 아웃(page out)되는 경우에도 페이지에 대한 이 정보를 보관한다. 환언하면, 페이지가 메모리 내에서 트래킹되는 동안 뿐만 아니라, 페이지가 디스크 상에 있는 경우에도, 이 정보는 유지된다. 이러한 부가 정보는 페이지가 그 수명에 걸쳐 액세스되는 방법에 대해 상당히 더욱 정확한 픽쳐를 제공한다.

추적 메카니즘(402)은 동시에 다수의 액티브 추적에 대해 작업할 수 있다. 이러한 추적은 예를 들어, 특정 크기(예를 들어, 100,000번 기록)에 도달할 때까지 또는 특정 기간(예를 들어, 5분 간격)을 나타낼 때까지 차례로 어셈블될 수 있는, 연속적 추적을 포함한다. 실시된 일 추적 메카니즘은 비교적 매우 낮은 오버헤드를 가지며, (예를 들어, 450MHz 프로세서를 구비한 0.1% CPU는 수 메가바이트의 메모리를 부가하여 일일 페이지 사용을 로그함), 시스템에 부담을 주지 않고, 페이지가 참조되고 있는 것에 대하여 이러한 연속적 추적을 가능하게 한다. 추적은 또한 예를 들어, 자동적으로 트리거되거나 테스트 또는 트레이닝용 GUI 툴을 통해 요청에 응답하여, 간헐적이고, 단순화된 오퍼레이션으로서 수행될 수 있으며, 이로 인해 페이지 정보 수집이 애플리케이션 작동 개시(launch), 신속한 이용자 전환 또는 대기 재개 등의 특정 액티비티 및 트랜지션과 관련되게 된다.

이용자/시스템의 처음(scratch)부터 추적/로깅을 시작하지 않고, 소정량의 프리-트레이닝이 (예를 들어, 다른 이용자 및 시스템에 대해) 수행될 수 있다. 이로 인해 셋업 시 또는 예를 들어, 응용 프로그램이 설치되는 적절한 시간에, 선구축된 일부 파일, 페이지 값 및 정보 데이터베이스의 복사를 가능하게 한다. 이 정적 솔루션은 새로운 이용자, 새로운 시스템, 새로운 운영 체계 버젼 및/또는 새로운 프로그램이 부가될 때에는 언제든지 다른 방식으로 요청되는 학습 곡선(learning curve)을 가속화하는데 도움이 된다. 따라서, 본 발명은 값을 기반으로 선택된 또는 전체의 메모리 로딩을 통해 이점을 제공하며, 상기 값은 선-관찰 에 대해 사용 이력의 트래킹 및/또는 트레이닝(시뮬레이션, 코드 분석, 다른 장치 상에서의 작동 등을 포함)의 여부에 의해 적어도 일부가 결정된다. 데이터를 유지하기 위하여, 페이지 사용 및 값에 관련된 정보의 영구 기억 장치(repository)가 구축, 사용 및 저장되며, 이는 실행 파일, 문서 및 특수 목적의 데이터 파일 및 데이터베이스를 포함하는, 임의의 파일일 수 있다. 아울러, 이러한 선획득 지식은 또한 로깅 및 추적을 통해 수집된 동적 정보를 실행하지 않고도 온 디맨드 I/O 전송을 상당히 감소시킨다. 예를 들어, 온 디맨드 I/O 전송은 선구축된 페이지 그룹화 파일만을 제공함으로써 감소될 수 있는데, 예를 들어, 이용자가 제1 페이지 상의 오류를 찾아 제어 패널을 표시할 때, 다른 관련 페이지는 디스크로부터 메모리로 효율적으로 이동(bring into)된다.

추적 메카니즘(402) 및 본 발명의 추가 프로세싱을 통해, 메모리 관리 시스템은 사용 빈도 등의 측정 가능한 하나 이상의 파일 페이지 값을 생성하기 위해 사용될 수 있는 데이터를 포함하는 시나리오 플랜(예를 들어, 파일)(422)(도 4b)을 구축하고 유지한다. 따라서, 각종 컴포넌트는 기본적으로 이전 로그(408) 및 원 로그(410)를 페이저 정보 데이터베이스(414)에 결합시키는 인티그레이터(integrator : 412)를 포함하는, 메모리 관리를 결정하기에 적절한 형태로 데이터를 처리할 수 있다.

도 4a에 도시된 인티그레이터(412)는 일종의 서비스이며, 이용자 레벨 프로세스에서 동작될 수 있으며(커널 액세스가 요구되지 않는 경우), 원 로그(410)를 판독 및 처리하며, 상기 로그가 포함하는 정보를 시스템 상에 이미 저장된 유사한 컨텍스트(예를 들어, 이전 로그(408)에서)의 페이지 정보와 통합시킨다. 초기에는 이전 정보가 없지만, 시스템은 원 추적(raw trace)이 주로 특정 컨텍스트의 이전 발생으로부터 이미 알려진 정보를 갱신하고 수정(refine)하는 기능을 하는 상태에 빠르게 도달된다. 실행된 하나의 실제(straightforward) 인티그레이터(412)는 소정의 컨텍스트 클래스에 대한 추적시 언급된 각 페이지의 이력 비트 벡터를 보관한다. 새로운 각 경우를 통합하기 위하여, 이력 비트 벡터는 쉬프트되며 새로운 비트가 추가되어, 가장 최근의 시간 주기가 표시된다. 새로운 로그에서 표시되는 페이지는 "1"을 새로운 비트로 가지며, 다른 페이지는 "0"을 새로운 비트로 갖는다. 제1 시간 동안 표시되는 페이지는 페이지 정보 데이터베이스(414)에 추가되며, 최근에 사용되지 않은 페이지는 데이터베이스(414)로부터 제거될 수 있다.

이러한 방식에서, 특정 이벤트 또는 간격을 커버하는 원 로그(410)는 동일 프로그램의 이전 동작 등의 유사한 이벤트의 이전 경우에 대해 알려진 정보를 포함하는 이전 로그(408)와 인티그레이터(412)를 통해 통합되어, 페이지 정보 데이터베이스(414)를 제공한다. 페이지 정보 데이터베이스(414)는 기본적으로 로그에 포함된 정보를 축약(collapse)하여, 이 데이터를 추적하는데 필요한 메모리 량을 감소시키는 반면, 유사한 이벤트가 적절하게 그룹화되고, 원 로그(410) 및 이전 로그(408)간의 파일 및 페이지의 공통성이 확인되도록 정보를 재조직한다.

도 4a 및 4b에 도시된 바와 같이, 페이지 정보 데이터베이스(414)의 정보가 조사되어(예를 들어, 조사(mining) 서비스(420)에 의해) 시나리오 플랜(422)을 생성할 수 있으며, 상기 플랜(422)은 추후의 가상 어드레스 공간들의 조합 가능성 및 특정 컨텍스트에서 가상 공간 내의 페이지에 대한 액세스 가능성을 나타낸다. 하기되는 바와 같이, 이 시나리오 플랜(422)은 리밸런서(424)에 의해 시스템에 대한 추후 액세스를 예측하는데 사용되며, 리밸런서(424)로 하여금 시스템에 의해 관찰된 이벤트에 응답하여 새로운 메모리 관리 플랜을 생성할 수 있게 한다. 예를 들어, 시나리오 플랜은 시스템에 중요한 것으로 알려진 시나리오에 관한 정보, 예를 들어, 시스템 부팅 및 셧다운 및 휴지 상태로부터의 재개를 포함하는 고정된 페이지 정보 파일 세트로부터 구성될 수 있다. 특정 메시지는 컨텍스트를 구현하기 위해 사용된다. 이용자에 의해, 예를 들어, 상호 작용의 그래픽 툴을 통해, 선택된 시나리오로부터의 정보가 이 데이터에 부가될 수 있으며, 다른 시나리오에는 상호 작용 툴을 통해 수정될 수 있는 소정의 디폴트 우선 순위가 제공될 수 있다.

시나리오 플랜(422)이 변경될 때, 시나리오 페이지 우선 순위화기(prioritizer : 426)(예를 들어, 조사 서비스(420)에 포함된 이용자 모드 서비스 또는 이와 관련된 이용자 모드 서비스)는 시나리오 플랜(422)을 처리하여 메모리 내로 이동되어 보호되어야 하는 페이지 리스트를 생성한다. 또한, 이러한 재생성은 예를 들어, 상기 플랜이 매 15분마다 적어도 한번 발생되는 것을 보장하는 최종 실행 이후의 최대 경과 시간에 기초하여 트리거될 수 있다. 일 실시예에서, 우선 순위화를 달성하기 위하여, 각 페이지에는 계산된 우선 순위 점수가 할당된다. 상기 점수가 결정될 때, 계산된 점수에 의해 페이지들이 정렬되어 우선 순위화된 페이지 리스트(428)가 구축된다.

점수, 빈도-기반 사용에서의 일 인자는 페이지가 최근 시간 간격, 예를 들 어, 데이터 시나리오 파일에 따라, 지난 1시간, 지난 8시간, 어제, 지난 주 등 이내에 사용된 빈도수를 카운트함으로써 결정된다. 따라서, 페이지 우선 순위화기(426)는 예를 들어, 1시간, 8시간, 1일, 3일, 1주 및 3주 버킷(bucket)에 걸친, 각종 시간 슬롯에 대한 페이지 사용 빈도의 트래킹을 유지(keep)한다. 회수에 기초하여, 이 각각의 버킷에서 페이지가 사용되었으며, 페이지에는 예를 들어, 0 내지 127의 점수가 할당된다.

각각의 시나리오 플랜은 또한 페이지가 사용된 최종 동작 회수(예를 들어, 32회)를 각각의 작동 개시에 대한 타임스탬프로 트래킹할 수 있다. 최근 사용된 페이지에 보다 높은 웨이팅(heavier weighting)이 제공된다. 아울러, 시작 메뉴에 대해 유지된 시나리오 플랜 등의 알려진 시나리오 플랜들이 있는 페이지 점수는 상승되어 상기 플랜들에 보다 높은 우선 순위를 제공한다.

페이지 점수는 또한 페이지가 사용되고 있는 것으로 관찰되는 컨텍스트를 고려할 수 있다. 따라서, 상기 점수는 장치 상태, 동작 중인 애플리케이션 또는 최근의 이용자 액션에 의존할 수 있다. 페이지 우선 순위에 대한 이러한 복잡한 방법은 시간에 대해 수정(refine)될 가능성이 있다. 페이지가 액세스된 최종 동작 회수(예를 들어, 32회)에 대한 시간 및 이력 정보를 각각의 시나리오 플랜이 유지하기 때문에, 정보가 기록된 다른 페이지와 관련하여, 전체 시나리오에 특정 파일 페이지가 얼마나 자주 액세스되는 지를 결정하는 것이 가능하다.

이벤트를 생성하기 위하여, 도 4b에 도시된 바와 같이, 옵저버(observer : 430)가 제공된다. 옵저버(430)는 바람직하게는 물리적 메모리 사용시의 두드러진 변경을 포함하는 시스템 상태를 모니터링하는 운영 체계 커널의 스레드(thread)를 포함한다. 또한, 명시적 호출은 예를 들어, 셧다운 또는 휴지의 시작 등의 특정 액션이 수행될 때 상태 평가를 트리거하게 될 수 있다. 아울러, 애플리케이션은 커널로 호출되어 애플리케이션-선택 레이블이 적용될 수 있는 잠정적으로 관심있는 상태 변경을 시스템에 고지할 수 있다.

일 실시예에서, 추적된 이벤트는 애플리케이션 작동 개시 및 커널로 전송된 인지된 윈도잉 메시지를 포함한다. 윈도우 메시지 후킹(hooking)은 시스템으로 하여금 애플리케이션 또는 시스템 컴포넌트가 시작 메뉴의 작동 개시 또는 파일 열기, 인쇄 또는 제어 패널용 다이얼로그 또는 윈도우의 생성 등의 중요한 메모리 관련 오퍼레이션을 수행할 수 있는 힌트를 검출하도록 할 수 있다. 경험적 방법(heuristics)은 자주 또는 단단히 패킹된 이벤트의 잉여 추적을 방지하는데 사용될 수 있다. 이 이벤트들에 응답하여, 커널은 페이지에 대한 페이지 테이블 엔트리에 대해 액세스된 비트를 이용함으로써 각 프로세스에 대한 페이지 사용을 트래킹한다. 이 비트들은 추적이 시작될 때 제거되며 추적의 종료시에 검사된다. 임의로 제거 또는 액세스된 비트는 추적이 로그되는 동안에 리셋된다. ReadFile을 통해 액세스되는 페이지 및 판독된 디스크가 수행되는 하드-폴트가 로그된다.

시스템 상태의 변경이 관찰되거나 호출이 중요한 이벤트를 나타낼 때, 이벤트(432)가 생성되며 시스템 상태는 상태 평가 및 갱신 서비스(434)에 의해 갱신될 수 있다. 도 4b에 도시된 바와 같이, 추적이 수행되거나 종료될 수 있으며, 및/또는 상태 데이터(및 다른 시스템 메모리 정보)(436)가 거기에 전송될 수 있으며, 리 밸런싱이 트리거될 수 있다. 상기 상태는 전술한 바와 같이, 워킹 세트, 제로-리스트, 더티-리스트(dirty-list) 및 대기 페이지 세트간의 현재의 메모리 분배(distribution)뿐만 아니라, 액티브 컨텍스트도 포함한다. 시스템 메모리 정보는 가상 어드레스 크기 및 워킹 세트 크기, 프로세스 스냅샷 데이터, 하드/소프트 폴트, 하드웨어 지원 메모리 액세스 비트, 운영 체계에 의해 얻어진 각 페이지의 사용 정보 및 페이지 값을 결정하는데 사용될 수 있는 임의의 다른 측정 또는 관찰 가능한 데이터, 컨텍스트 및 상태를 포함한다.

전술한 바와 같이, 지속적으로 또는 추적 종료시에, 커널은 시스템과 대기 페이지 세트의 구성 상에 얼마나 많은 제로/프리(free) 페이지가 존재하는 지 등의 각종 내부 메모리 관리 카운터 및 각종 파일로부터 요구되는 특정 페이지 리스트를 포함하는, 추적 버퍼를 생성한다. 전술한 바와 같이, 추적 버퍼는 이용자 레벨 서비스에 의해 수집되고 예를 들어, 프리-페칭 디렉토리에서 유지된 시나리오 파일을 갱신하는데 사용된다. 시나리오 파일은 AppLaunch.WMPlayer.exe-...pfx 또는 Shell.StartMenuCreate...pfx 등과 같이 추적된 컨텍스트에 기초하여 명명될 수 있다.

이 방법으로, 시스템 이벤트는 시스템 상태의 재평가를 초래하며, 메모리 컨텐츠의 리밸런싱을 트리거할 수 있다. 컨텍스트는, 특정 시스템 코드가 API 등을 통해 애플리케이션에 의해 특정되고 실행될 때, 번쩍이는(fired) 마커에 의해 표시된다. 애플리케이션은 UI를 제공하며, 이를 통해 이용자는 자신의 것을 특정하고 마크(mark)할 수 있다. 재평가를 초래할 수 있는 다른 시스템 이벤트는 큰 메모리 할당 및 할당 해제(deallocation), 프로세스 작동 개시 또는 이용자가 아이들 상태에 있거나 작업을 재개한 것에 대한 검출을 포함한다. 따라서, 메모리 관리자 및 리밸런서(424)는 예를 들어, 현재 컨텍스트에 어떤 페이지가 필요할 가능성이 있는 지를 우선 순위화하여 다른 페이지에 대하여 그 페이지에 보다 높은 값을 제공하고, 이 새로운 우선 순위화에 기초하여 메모리를 프리로딩(preload)하기 위한 트리거/이벤트/컨텍스트에 대한 액션을 취한다. 이 컨텍스트는 추적 프로세서에 의해 추적된 페이지 사용 데이터를 분류하고 그룹화하는데 사용될 수 있다. 확인 시에, 페이지들 및 페이지 그룹은 메모리에서 재정렬되어, 예를 들어 그것들을 교환하고, 그것들 중 하나에서 오류가 발생되는 시점과 동시에 관련된 모든 페이지를 가져온다.

메모리 리밸런서(424)는 메모리 관리 시스템의 프리-페칭 방식의 이용자-모드 및 커널-모드 엘리먼트 간에 인터페이싱된다. 하기되는 바와 같이, 리밸런서(424)는 주로 커널에 의존하여 대기 페이지 세트 상의 페이지를 확인 및 명령하고, 낮은 값의 페이지를 확인하고 보다 높은 값의 페이지를 보호한다. 보다 높은 값의 페이지의 유지 이외에, 메모리 리밸런서(424)의 주 용도는 우선 순위 점수에 의해 결정된 바와 같은, 낮은 값의 페이지를 보다 높은 값의 페이지로 대체함으로서 시나리오 페이지 우선 순위화기(426)가 선택되는 페이지를 구비하는 메모리를 제공하는 것이다. 따라서, 메모리 리밸런서(424)는 시나리오 페이지 우선 순위화기(426) 및 커널 메모리 콘텐츠 카운터를 관찰하여 어떠한 액션이 취해질 필요가 있는 지의 여부를 결정한다. 커널로부터의 메모리 콘텐츠 카운터는 각각의 대기 페이지 서브세트(하기됨) 및 예를 들어, 메모리 부하(pressure)로 인해 얼마나 많은 페이지가 용도 변경(repurpose)되었는 가의 통계치 및 얼마나 많은 프리/제로 페이지가 이용 가능한 가의 정보를 제공한다.

따라서, 리밸런서(424)는 메모리의 현재 배치를 관찰하여, 워킹 세트가 트리밍을 초래하도록 루틴을 실행할 수 있다. 따라서, 이 정보로부터, 리밸런서(424)는 프리-페치 데이터를 저장하기 위해 사용될 메모리 버짓(budget)을 결정한다. 이론적 관리 제어하에 있는 페이지 풀(pool)은 낮은 유틸리티를 제공하는 페이지, 예를 들어, 시스템을 위해 구현된 특정 바운드 이상의 제로 콘텐츠를 갖는 페이지를 확인함으로써 결정된다. 또한, 낮은 유틸리티 페이지는 워킹 세트내에 없으며, 비교적 장시간 사용되지 않은 유효 콘텐츠를 갖는 페이지를 포함할 수 있다. 시나리오 페이지 우선 순위화기(426)를 통해, 리밸런서(424)는 시나리오 플랜(422)의 정보를 사용하여 메모리에 대한 보다 이상적인 콘텐츠 세트를 그 버짓 내에 구현한다. 얼마나 많은 콘텐츠가 메모리 내에 있는 지를 결정하는 것이 (예를 들어, API를 통해) 질의될 수 있으며, 다음으로 플랜(422)을 수정할 수 있다.

프리 또는 낮은 값의 페이지가 존재하는 경우, 리밸런스(424)는 보다 높은 값의 페이지가 메모리로 이동될 때까지 낮은 우선 순위의 프리-페칭 I/O를 이용하여 그 페이지들에 보다 높은 값의 페이지를 제공하도록 시스템 커널에 요청한다. 따라서, 일단 리밸런서(424)가 버짓에 따른 페이지 리스트를 구현하면, 로딩(및 페이지 아웃)을 원하는 페이지 리스트는 I/O 플래너(440)로 이동된다. 이 I/O 명령은 바람직하게는 디스크 큐에 저장되어 검색을 최소화하며, 그 결과 디스크 처리량 이 보다 높아진다. 리밸런서(424)가 원하는 만큼의 많은 페이지를 메모리 내에 가져올 수 없을 경우, 리밸런서(424)는 리스트 내에 있는 것을 기억하고, 보다 많은 페이지가 이용 가능할 때, 이 포인트로부터 지속적으로 프리-페칭한다.

시나리오 페이지 우선 순위화기(426)는 새로운 페이지 리스트를 구축할 때는 언제든지, 또는 메모리 내로 이동된 임의의 프리-페칭된(레질리언트) 페이지가 메모리 부하로 인해 용도 변경되는 경우, 메모리 리밸런서(424)는 리스트의 처음으로부터 프리-페치를 시작한다. 리밸런서(424)는 새로운 베치(batch) 페이지를 프리-페치하기 전에, 이전에 페치된 페이지에 대한 프레퍼런스(preference)를 제거하여 상기 페이지들을 이용 가능하게 한다.

메모리 리밸런서(424)는 예를 들어, 이용자 액티비티를 간섭하지 않기 위하여, 메모리로 읽어내기를 원하는 페이지에 대하여 비교적 보존적으로 프로그램될 수 있다. 따라서, 리밸런서는 I/O 플래너(440)를 통해 낮은 우선 순위의 I/O 오퍼레이션을 수행하도록 설정되며, 시스템이 메모리 부하 이하인 경우에 액션을 취하는 것을 방지할 수 있다. 예를 들어, 리밸런서(424)는 비교적 장시간 동안 사용되지 않은 페이지 및 상당히 자주 사용되지는 않은 페이지를 단순히 대체하도록 설정될 수 있으며, 다소 적은 량(예를 들어, 6 메가바이트)이 프리, 제로 또는 다른 낮은 유틸리티 페이지인 시스템에서 소정의 임계량의 이용 가능한 메모리(예를 들어, 16 메가바이트)가 존재하지 않는 경우 어떠한 액션도 취할 수 없다.

I/O 플래너(440)는 I/O를 발행함으로써 원하는 메모리 콘텐츠내에서 읽어내는 작업을 하지만, 시스템에 의해 수행된 다른 I/O와의 간섭을 방지할 필요성에 의 해 제약된다. 이것이 달성될 수 있는 일 방법은 비교적 적은 I/O 액티비티 회수 동안 기다리는 것과 다소 작은 전송 크기로 태스크를 분할하는 것이다. 그러나, 시스템은 우선 순위 방법을 수행함으로써 이 종류의 비간섭을 제공한다. 따라서, 리밸런서(424)는 예를 들어, 주기적으로 및/또는 트리거될 때, 전술된 바와 같이, 예상된 사용 및 효율성에 기초하여 페이지가 메모리 내에 존재하여야 하는 것을 결정하며, I/O 플래너는 다른 I/O 오퍼레이션과의 간섭을 최소화하려는 방식으로 I/O 전송을 제어하여 원하는 대로 메모리 콘텐츠를 조절한다.

도 5a에 도시된 바와 같이, 통상의 메모리 관리에서, 페이지 아웃되는 페이지들은 우선, 단순한 FIFO 리스트인 대기 페이지 리스트(500)에 추가된다. FIFO 리스트에서, 이 리스트(500)에 추가된 모든 페이지는 중요성의 고려 없이, 동일하게 처리된다. 이로 인해 사용될 가능성이 없는 다른 페이지 이전에 가치있는 페이지가 있는 페이지가 용도 변경되지만, 리스트(500) 상에서는 나중으로 내려가게 되는 상황이 얻어진다.

본 발명의 일 측면 및 도 5b에 도시된 바에 따르면, 보다 가치있는 페이지를 보호하는 방식에서 이 방법을 개선하기 위하여, 추적 기반 우선 순위 점수에 의해 결정된 바와 같이, 페이지의 상대적 값을 고려하는, 우선 순위화된 대기 페이지 세트 또는 캐쉬(502)가 제공된다. 도 5b에 도시된 바와 같이, 이러한 우선 순위화된 대기 페이지 세트는 서브세트(502₀-502₁₅)를 포함하며, 이들 각각은 특정 우선 순위로 할당된 하나 이상의 페이지를 포함한다. 이러한 서브세트의 일부(16개)만이 도 5b에 도시되지만, 용이하게 이해될 수 있기 때문에, 임의의 실제 수자의 이러한 서브세트가 적절하며, 상기 서브세트는 다양한 크기를 가질 수 있다. 서브세트(502₀)는 보호되지 않은 서브세트이며, 도 5a의 현재의 대기 페이지 세트(500)와 유사하게 동작하며, 적절하게 추적되지 않은 페이지들은 이 리스트에 놓일 수 있다. 우선 순위화된 대기 페이지 세트(502)로부터 페이지가 용도 변경될 필요가 있는 경우, 페이지는 가장 낮은 우선 순위의 사용중인(non-empty) 서브세트로부터 얻어진다.

따라서, 파일이 종료(close)되거나 워킹 세트가 트리밍될 때, 그 페이지는 대기 페이지 세트(502)가 되며, 예를 들어, 페이지에 대한 메모리 관리자의 PFN 데이터베이스 엔트리에 저장된, 추가의 확장된 사용 정보에 기초하여 페이지가 놓여져야 하는 서브세트에 대하여 결정이 이루어진다. 페이지 수명 및 액세스 빈도 필드 이외에, 시나리오 데이터베이스로부터의 정보에 기초한 페이지 우선 순위 및 시스템의 현재 컨텍스트의 설정을 가능하게 하는 필드가 존재한다.

시스템의 메모리 관리 방식 스레드(thread)는 때때로, 예를 들어 매초에 한번, 우선 순위화된 대기 페이지 세트(502)를 (예를 들어, 도 4b, 리밸런서(424)를 실행함으로써) 리밸런싱한다. 장시간 동안 거의 사용되지 않은 높은 우선 순위의 서브세트내에 놓인 페이지는 낮은 우선 순위의 서브세트로 이동된다.

일 실시예에서, 특정 페이지는 가장 높은 우선 순위의 서브세트(502₁₅)로 배치되며, 이 페이지는 다시는 용도 변경되지 않는다. 이것은 메모리 부하 이하에서 도 메모리 내에 이 페이지를 로킹(lock)하는 메카니즘을 제공한다. 이 메카니즘은 VirtualLock보다 강한데, 이는 그것들을 요청할 수도 있는 프로세스가 소멸되었다가 다시 생성되기(go away and come back) 때문이다(그리고, 실제로 언젠가는 생성되어야 할 수도 있다).

따라서, 본 발명에 따르면, 이 메카니즘은 메모리 내에 보관하는데 바람직한 페이지의 선택을 가능하게 한다. 시나리오에 관련 우선 순위를 할당함으로써, 보다 중요한 페이지는 보통 덜 중요한 페이지 이전에 용도 변경되지는 않는다. 아울러, 디스크로부터 보다 중요한 페이지에 의해 대체될 수 있는 작은 값 또는 값이 없는 페이지의 세트에 대하여 결정이 이루어질 수 있다.

일 실시예에서, 메모리 관리 시스템은 대기 페이지 세트를 16개의 서브세트로 분할하며, 상기 시스템을 사용하여 다른 클래스의 페이지를 정렬하며, 서브세트에 명령함으로써, 일부 클래스의 페이지에 높은 등급의 보호를 제공한다. 전술한 바와 같이, 임의의 워킹 세트(450)(도 4b)에서 더 이상 사용되지 않는 유용한 데이터를 포함하는 페이지(예를 들어, 파일 페이지 또는 동작중인 프로세스에 대한 힙(heap) 페이지)는 메모리 리밸런서(424)에 의해 그에 대한 프레퍼런스(preference) 세트에 기초하고, 및/또는 그것이 메모리 내에 있는 동안의 그 사용 패턴에 기초하여, 우선 순위화된 대기 페이지 세트(502)의 특정 서브세트에 배치된다. 전술한 바와 같이, 타임 버킷(bucket)은, 그 에이지를 평가하기 위해 페이지가 액세스되는 그 생성 및 최후 기간 이후로 페이지가 액세스되는 주기 회수의 카운드에 따라, 예를 들어, 10초 단위에 걸쳐 페이지의 사용을 트래킹하는 데 사용될 수 있다.

주기적으로, 예를 들어, 매초에 한번, 리밸런서(424)는 대기 페이지 세트(502)의 일부를 통과하고 특정 페이지가 어떠한 서브세트 내에 있어야 하는 지를 재평가한다. 일반적으로, 장시간 동안 사용되지 않은 페이지는 적절한 낮은 우선 순위의 서브세트로 이동된다.

표 1은 페이지에 대한 적절한 서브세트가 결정되는 방법을 예시한다. 애플리케이션은 메모리를 필요로 하고 이용 가능한 프리 및 제로 페이지가 존재하지 않는 경우, 대기 페이지 세트의 페이지는 가장 낮은 인덱싱된 서브세트로부터 시작되어 용도 변경될 것이다.

대기 서브세트 우선 순위화

서브세트 인덱스	설명
15	메모리에 로킹된 페이지들에 대해(선택적)
14	40+ 주기내에 액세스된 페이지들
13	40+ 주기내에 액세스되었으나 4+ 시간동안 사용되지 않은 페이지들
12	프로액티브 메모리 관리에 의해 프리-페치된 페이지들
11	20-40 주기내에 액세스된 페이지들
10	10-20 주기내에 액세스된 페이지들
9	불충분한 데이터를 갖는 새로운 대기 페이지 세트
8	≤4 주기내에 액세스되었으나 최종 5분내에 사용되지 않은 페이지들
7	≤8 주기내에 액세스되었으나 최종 10분내에 사용되지 않은 페이지들
6	≤16 주기내에 액세스되었으나 최종 20분내에 사용되지 않은 페이지들
5	프로액티브 메모리 관리에 의해 프리-페치된 클러스터링된 페이지들
4	≤2 주기내에 액세스되었으나 최종 1시간내에 사용되지 않은 페이지들
3	≤2 주기내에 액세스되었으나 최종 4시간내에 사용되지 않은 페이지들
2	≤16 주기내에 액세스되었으나 최종 전날내에 사용되지 않은 페이지들
1	≤2 주기내에 액세스되었으나 최종 전날내에 사용되지 않은 페이지들
0	지난 3일 내에 액세스되지 않은 페이지들

아울러, 20분 동안 사용되지 않은 워킹 세트 페이지는 워킹 세트 메모리(450)로부터 대기 페이지 세트(502)로 이동(evict)되어 우선 순위화된 관리 를 위해 이 페이지들을 이용 가능하게 한다. 도 4b에 도시된 바와 같이, 통상의 시간-분할 시스템에 따라, 워킹 세트 관리자(452)는 최근에 사용된 페이지를 관리하도록 남겨지며, 이에 의해 메모리 리밸런서(424)를 통한 대기 페이지 세트 관리는 장시간에 걸쳐 페이지를 관리한다.

개념적으로, 표 1에 표시된 바와 같이, 이 실시예에서, 서브세트 관리 시스템은 대기 페이지 세트 관리에 대한 최종 사용을 기초로 한 분류 및 빈도를 기초로 한 분류를 사용하며, 이를 각각 타임 시브(sieve) 및 재사용 래더(ladder)라고 한다. 타임 시브(서브세트(502₀-502₈)에 포함됨) 및 서브세트(502₁₀-502 ₁₄)에 포함됨)의 개념은, 바로 이전에 필요하지 않은 경우에도, 추가의 보호는 자주 사용되었던 페이지를 사용하여야 한다는 것이 아니라, 최근에 사용되지 않은 페이지가 다른 페이전 이전에 대기 페이지 세트(502)로부터 용도 변경되어야 한다는 것이다. 따라서, 대기 페이지 세트(502) 상의 페이지는 일련의 서브세트로서 조직되며, 이 페이지들은, 사용 부족 또는 시간에 걸친 실제 사용에 기초하여, 보다 양호하게 보호된 서브세트로부터 덜 보호된 서브세트로 주기적으로 이동되거나 그 반대로 될 것이다. 따라서, 사용되지 않은 페이지가 이후에 필요하지 않다는 것을 가정하면, 상기 페이지가 "3분 동안 사용되지 않은" 서브세트(또는 가장 낮은 것은 모든 것)에 도달할 때까지, 사용되지 않은 페이지는 "5분 동안 사용되지 않은" 서브세트로부터 "10분 동안 사용되지 않은" 서브세트 등으로 이동될 것이다. 그러나, 적어도 소정의 적달한 간격에 걸쳐 다소 자주 사용되었던 페이지는, 캐스케이드의 초기 부분을 스킵하거나, 보다 긴 시간 동안 일부 서브세트에 보관될 수 있다.

타임 시브 및 재사용 래더 분류가 달성하는 것은 단지 짧은 시간 주기 동안만 사용되었던 페이지들을 자주 사용되었던 페이지로부터 분리한 후에, 그들 각각의 분류의 서브세트 내에서 이 페이지들을 우선 순위화하는 것이다. 타임 시브는 적어도 최근에 사용된 그라디언트(gradient)에 대해 동작하는 반면, 재사용 래더는 빈도를 기초로 한 그라디언트에 대해 동작한다. 물론, 상기 그라디언트는 임의의 특정 시간 또는 빈도로 제한될 필요는 없으며, 실제로, 페이지가 서브세트들 사이에서 이동되어 소정 시스템에 대해 적절한 대기 페이지 세트로부터 제거되도록 하는 실제 조건에 기초하여 변화할 수 있다.

제1 시간 동안 디스크로부터 판독된 페이지는 대기 페이지 세트(502)의 서브세트 상에 배치되어야 한다. 페이지 클래스는 프리-페치된 페이지(서브세트(5020₁₂), 통상의 오류(서브세트(5020₉)로 클러스터링된 페이지 및 클러스터링(서브세트(5020₅)에 의해 프리-페치로 내삽(interpolate)된 페이지를 포함한다. 이들 페이지의 클래스는 재사용 래더 페이지 사이에 배치된 프리-페치 페이지, 타임 시브 페이지 사이에 배치된 내삽된 프리-페치된 페이지 및 재사용 래더 및 타임 시브 페이지 사이에 배치된 통상의 오류 페이지의 순서로 우선 순위화된다.

요약하면, 메모리 내에서 원하는 보다 높은 유틸리티 페이지들은 그것들을 통상의 메모리 부하로부터 보호하도록 대기 서브세트로 읽혀내어지며, 키 시나리오 를 확인하고 우선 순위화하는 적절한 결정으로 성능에서 중요한 이득을 얻게된다. 예를 들어, 256 MB 시스템 상에서, 영구 응답성은 부트, 빠른 이용자 전환 및 대용량의 애플리케이션으로부터의 메모리 부하 등의 트랜지션 이후에도, 쉘(shell), 컴포넌트 및 애플리케이션에서의 많은 공통의 오퍼레이션에 제공되었다. 커다란 디스크 I/O 지연 없이, 대기로부터의 신속한 재개(예를 들어, 2초 이내)는 일관적으로 달성되어왔다. 아울러, 이 메카니즘에 있어서, 셀프-튜닝 방식 및 캡쳐된 시나리오 정보를 지속적으로 처리할 수 있는 일련의 룰은 페이지가 메모리에 있어야 한다는 것을 결정하기 위해 실시될 수 있다.

상술한 바로부터 이해되는 바와 같이, 저스트 인 타임(just-in-time) 방식에서 프리-페칭으로부터의 효율성 이득은 요청된 데이터의 순수한(sheer) 크기 및 액세스될 필요가 있는 다수의 디스크 위치로 인해, 거의 동시적인 이용자 경험을 제공한다. 대신에, 크게 개선된 경험을 제공하기 위하여, 본 발명은 이용자가 선호하고 자주 사용하는 시나리오의 페이지가 메모리 내로 미리 읽혀내어질 필요가 있다는 것을 인식하고 있다. 따라서, 일단 방식 매니저가 메모리 내로 읽혀내어져야 하는 페이지 세트를 확인하면, 이 페이지들은 디스크의 아이들 주기를 이용하여 프리-페치되어야 한다. 그러나, 그것은 I/O의 다수(예를 들어, 수백회)의 명시적 비동기 페이징을 큐잉하기에는 매우 집중적인 리소스이다. 예를 들어, 전경 애플리케이션이 그 시간에 디스크로부터 무언가를 요청하면, 애플리케이션의 요청은 디스크 큐에서 차단될 것이며, 잠재적으로 비응답성의 매우 느린 시간(예를 들어, 2초)을 초래할 것이다. 아이들 검출만으로는 이러한 상황을 방지하는데 신뢰적이지 않 은데, 이는 이용자 애플리케이션이 항상 아이들 디스크인 것 같은 것에 명시적 I/O를 큐잉하도록 결정될 때 정확하게 오류를 취하기 때문이다.

전술한 바와 같이, 본 발명은 우선 순위화된 I/O용 지원을 제공함으로써 이 문제를 방지하며, 이에 의해 명시적 프리-페칭이 낮은 우선 순위의 디스크 큐에 대해 발행되는 경우, 그것은 높은 우선 순위로 큐잉되는 전경 애플리케이션으로부터의 페이징 요청에 대해 상당한 지연을 초래하지 않을 것이다.

아울러, 높은 우선 순위의 I/O가 한 번에 하나씩 발행되는 경우, 그것은 낮은 우선 순위의 프리-페칭 I/O와 인터리브(interleave)될 수 있다. 그 결과 형성된 검색 패턴은 디스크 대역폭에 상당한 영향(impact)을 주고 응답 시간에 손상을 준다. 그 결과, 명시적 프리-페칭 I/O의 오버헤드를 실제로 제한하기 위하여, 우선 순위화된 I/O에 대한 지원은 그 오류로부터 배우고 패턴을 변경하는 신속한, 셀프-튜닝 아이들 검출과 조합될 필요가 있을 수 있다. 우선 순위화된 I/O 지원이 메카니즘들과 조합되어 참조된 메모리를 확인하고 우선 순위화하는 경우, 시스템은 프로세스의 오퍼레이션으로부터 시스템 상의 다른 프로세스에 의한 간섭으로부터 보호할 수 있다. 통상적으로, 이것은 프로세스 CPU 우선 순위를 변경함으로써 시도되었지만, 이 우선 순위화는 적어도 범용 운영 체계가 아닌, 디스크 큐 또는 메모리 관리에 대해 수행되지는 않았다.

제약 시스템은 도 6에 도시되지만, 제약 상자(602)는 안티바이러스 스캐너, 파일 인덱서 및 로그온 스크립트 등의 배경 액티비티를 제약하여, 이용자 애플리케이션과의 간섭을 제한한다. 제약 상자(602)는 또한 매체 애플리케이션을, 오디오 및 비디오 스트림에서의 사소한 결함(glitch)의 하나의 원인인 디스크 및 메모리 간섭으로부터 보호할 수 있으며, 상당한 시스템 부하하에서도 전경 애플리케이션에 대한 상호 작용의 응답성을 보장할 수 있다.

우선 순위화된 I/O 지원과 메모리 관리 개선점을 통합으로 높은 응답을 가지며 예측 가능한 시스템에 대한 근간이 제공된다. 제약 상자(602)는 자신에 대해 보다 복잡한 리소스 매니저가 제공하는 미세 입자(예를 들어, 서브 100ms) 리소스 보장을 제공하지 않고, 응답 시간에 대한 간섭의 악영향을 제한하여, 그 결과 시스템은 항상 응답성을 나타낼 것이다.

전술한 바와 같이, 프리-페칭은 페이지 세트가 디스크로부터 메모리로 효과적으로 판독되어 특정 대기 서브세트로 배치될 수 있는 메카니즘이다. 프리-페칭은 메모리로부터 실종된 페이지 세트에 대한 비동기 페이징 I/O를 큐잉하여 작업한다. 본 발명에서, 페이지-파일 페이지들 및 디렉토리 페이지 및 다른 파일 메타데이터(metadate)의 프리-페칭이 지원된다. 개선된 프리-페칭 메카니즘에 있어서, 본 발명은 파일 페이지, 페이지-파일에서의 프라이빗(프로세스 힙(heap), 커널 풀(pool)) 페이지, 등록 페이지 또는 MFT(마스터 파일 테이블) 또는 디렉토리 등의 파일 시스템 메타데이터를 포함하는, 추적에서 확인된 임의의 페이지를 메모리로 효과적으로 읽어낼 수 있다.

전술한 바로부터 이해될 수 있는 바와 같이, 각종 프로액티브 메모리 관리 메카니즘은, 데이터가 거의 항상 메모리 내에 미리 존재하는 것을 보장함으로써, 타블렛, 데스크탑 및 랩탑 등의 이동 디바이스를 포함하는, 대용량 메모리를 구비한 새로운 장치에 대한 상당히 개선된 이용자 경험을 제공한다. 상기 방법 및 메카니즘은 프로액티브이며, 다수의 정보를 얻음으로써 전체적 메모리 관리(메모리 내 및 디스크 상 모두)를 처리하고, 모든 레벨의 사용에서 메모리를 관리한다. 또한, I/O 분류에 따라, I/O 효율성이 제공되어, 간섭은 최소화하는 반면, I/O 전송은 최적화하려고 시도된다. 보다 지능적으로 관리되고, 우선 순위화된 대기 페이지 세트는 덜 가치있는 페이지에 비해 보다 가치있는 페이지의 유지를 용이하게 하고, 또한 유틸리티 측정의 개념을 펙터링(factor)한다. 추적은 이용자-정의, 애플리케이션-정의 및 시스템-정의된 컨텍스트를 포함하는 컨텍스트에 따라, 보다 최적의 메모리 사용을 결정한다. 따라서, 본 발명의 포괄적인 메모리 관리 시스템 및 방법은 현재의 컴퓨팅에 필요한 상단한 이점과 이득을 제공한다.

본 발명은 각종 수정 및 대안적 구성이 가능하지만, 예시된 특정 실시예는 도면에서 예시되고 상세하게 설명되었다. 그러나, 개시된 특정 형태로 본 발명을 제한하는 것이 아니라, 본 발명의 기술적 사상 및 권리 범위를 벗어나지 않고 모든 수정, 대안적 구성 및 등가의 구성을 커버하려는 것이다.

Claims

컴퓨터 실행 방법(computer-implemented method)에 있어서,

각각의 확인된 페이지와 관련된 페이지 값 데이터에 기초하여 메모리 내의 페이지들 및 제2 기억 장치 내에 유지된 페이지들을 확인(identify)하는 단계; 및

높은 값을 갖는 상기 페이지들 중 적어도 일부에 대한 디맨드(demand)가 수신되기 전에, 비교적 낮은 값을 갖는 메모리 내의 상기 페이지들 중 적어도 일부 페이지를, 비교적 높은 값을 갖는 상기 제2 기억 장치로부터의 적어도 일부 페이지로 대체하는 것을 포함하는, 상기 제2 기억 장치로부터의 적어도 일부 페이지로 상기 메모리를 파퓰레이팅(populate)하는 단계

를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 페이지들에 대한 값들을 확인하는 단계는 현재의 컨텍스트(context)에 기초하여 값을 구성(establish)하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 메모리 내의 페이지들에 대한 값들 및 제2 기억 장치 내에 유지된 페이지들에 대한 값들을 확인하는 단계는 낮은 값의 페이지들 및 높은 값의 페이지들을 확인하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 높은 값을 갖는 상기 페이지들 중 적어도 일부에 대한 디맨드가 수신되기 전에, 비교적 높은 값을 갖는 상기 제2 기억 장치로부터의 적어도 일부 페이지들을 위한 공간을 제공하기 위해 비교적 낮은 값을 갖는 메모리 내의 상기 페이지들의 적어도 일부를 압축하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계는 파일로부터 상기 페이지 값 데이터의 적어도 일부를 판독하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제6항에 있어서, 상기 파일은 다른 컴퓨터 시스템 상에서 페이지 사용을 측정함으로써 획득된 트레이닝 데이터를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계는 상기 페이지 값 데이터의 적어도 일부를 결정하기 위해 페이지들의 사용을 추적(tracing)하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 액세스 패턴을 추적하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 액세스 빈도를 추적하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 최종 페이지 사용에 대응하는 시간 데이터를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 시간 주기(a time period) 동안 페이지 사용을 카운팅(counting)하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 페이지의 생성 시간에 대응하는 데이터를 유지하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 적어도 일부에 대한 추적된 상기 페이지 사용에 대응하는 데이터를 영구 기억 장치(a persistent store)에 저장하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제15항에 있어서, 상기 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계는 페이지 테이블 엔트리 액세스 비트를 판독하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제15항에 있어서, 상기 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계는 상기 페이지 액세스 정보가 리셋되는 시점을 평가하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제15항에 있어서, 상기 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계는 상기 페이지 액세스 정보를 리셋하는 비율을 결정하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제18항에 있어서, 상기 비율을 로깅하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제15항에 있어서, 상기 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계는 페이지가 액세스되는 비율을 결정하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제20항에 있어서, 상기 비율을 로깅하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제15항에 있어서, 상기 페이지 액세스 정보를 평가하는 단계는 페이지 오류를 검출하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 파일의 판독 및 기입 요청을 검출하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 프로세스 워킹 세트 정보를 판독하는 단계, 메모리 외부로 페이지가 전송될 때 데이터를 기록하는 단계, 및 워킹 세트로부터 페이지가 트리밍될 때 데이터를 기록하는 단계 중 적어도 하나를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제8항에 있어서, 상기 페이지들의 사용을 추적하는 단계는 이벤트 또는 컨텍스트에 응답하여 데이터를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제25항에 있어서, 상기 데이터는 전환된 태스크(a switched task), 생성된 원도우, 검출된 액션, 윈도우 포커스의 변경(a change in which window has focus), 이용자 입력 이벤트, 컴퓨터 시스템의 휴지 관련 이벤트(a hibernation-related event), 상기 컴퓨터 시스템의 대기 관련 이벤트, 상기 컴퓨터 시스템의 시스템 부팅 관련 이벤트, 프로그램 작동 개시(launch), 프로그램 셧다운, 상기 시스템의 이용자 변경, 로그온, 네트워크 접속 이벤트 및 매체 관련 이벤트 중 적어도 하나에 응답하여 기록되는 컴퓨터 실행 방법.
제26항에 있어서, 상기 데이터는 프로그램 지정 컨텍스트에 응답하여 기록되는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계는 적어도 하나의 페이지에 대한 I/O 전송 비용을 결정하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계는 복수의 페이지 사용 인자에 기초하여 선택된 페이지에 대한 우선 순위 값을 계산하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제29항에 있어서, 상기 복수의 페이지 사용 인자에 기초하여 상기 우선 순위 값을 계산하는 단계는 다른 인자와 관련하여 하나의 페이지 사용 인자를 웨이팅(weighting)하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 상기 페이지 값 데이터를 결정하는 단계는 선택된 페이지에 대한 페이지 사용 빈도 데이터와 최종 페이지 사용 시간의 정보를 수학적으로 조합하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제5항에 있어서, 메모리 내의 페이지들을 확인하는 단계는 컴퓨터 시스템에 이용 가능한 페이지들의 서브세트를 선택하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제32항에 있어서, 상기 페이지들의 서브세트는 특정 파일에 대응하는 페이지들을 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제33항에 있어서, 상기 페이지들의 서브세트는 메모리 내의 특정 섹션에 대응하는 페이지들을 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제33항에 있어서, 상기 페이지들의 서브세트는 기억 장치(storage) 내의 특정 섹션에 대응하는 페이지들을 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 선택된 페이지들을 페이지 그룹으로 함께 그룹화하는 단계; 및 상기 그룹과 관련하여 상기 페이지 값 데이터를 유지하는 단계

를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 페이지들의 최종 액세스 시간에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 사용 패턴에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 사용 빈도에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 가상 위치(virtual location)에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 사용 시간에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제41항에 있어서, 사용 시간은 주중의 일일 정보(day of week information)를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제41항에 있어서, 사용 시간은 일일 중의 시간 정보(time of day information)를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 물리적 위치에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 상기 페이지들이 메모리로부터 트리밍되는 시간에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 I/O 전송 효율에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 프로세스가 상기 페이지들을 사용하는 것에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 프로세스 수명 정보에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 오류 정보에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 적어도 하나의 이벤트에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 특정 이용자의 프로세스에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제36항에 있어서, 상기 선택된 페이지들을 함께 그룹화하는 단계는 컨텍스트 데이터에 기초하여 페이지들을 그룹화하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제52항에 있어서, 응용 프로그램으로부터 상기 컨텍스트 데이터를 수신하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제52항에 있어서, 페이지 사용과 관련하여 컨텍스트 데이터를 기록하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제54항에 있어서, 상기 컨텍스트 데이터를 기록하는 단계는 파워 상태 정보를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제54항에 있어서, 상기 컨텍스트 데이터를 기록하는 단계는 디스크 상태 정보를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제54항에 있어서, 상기 컨텍스트 데이터를 기록하는 단계는 이벤트 정보를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제57항에 있어서, 상기 이벤트 정보를 기록하는 단계는 메모리 관련 이벤트를 기록하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 페이지들 각자의 페이지 값 데이터에 기초하여 상기 확인된 페이지들의 순위를 정하는 단계를 더 포함하고, 상기 메모리를 파퓰레이팅하는 단계는 상기 순위에 기초한 순서로 페이지들을 메모리로 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 메모리를 파퓰레이팅하는 단계는 상기 제2 기억 장치로부터 선택된 페이지들을 메모리 내의 대기 페이지 세트로 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제60항에 있어서, 상기 대기 페이지 세트는 복수의 서브세트를 포함하고, 상기 페이지에 대해 검출된 사용 데이터에 기초하여 상기 대기 페이지 세트 중 하나의 서브세트로부터 다른 서브세트로 페이지를 논리적으로 이동시키는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제61항에 있어서, 상기 페이지를 논리적으로 이동시키는 단계는 빈도를 기초로 한 서브세트로부터 최종 사용 시간을 기초로 한 서브세트로 상기 페이지를 이동시키는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제61항에 있어서, 상기 페이지를 논리적으로 이동시키는 단계는 최종 사용 시간을 기초로 한 서브세트로부터 빈도를 기초로 한 서브세트로 상기 페이지를 이동시키는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 페이지들 중 적어도 일부와 관련된 상기 페이지 값 데이터를 영구 기억 장치에 저장하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 메모리를 파퓰레이팅하는 단계는 배경(background) 오퍼레이션시 상기 페이지들을 상기 메모리로 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제65항에 있어서, 상기 배경 오퍼레이션시 상기 페이지를 상기 메모리로 로딩하는 단계는 아이들(idle) 우선 순위 데이터를 획득하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제65항에 있어서, 상기 배경 오퍼레이션시 상기 페이지를 상기 메모리로 로딩하는 단계는 전송 시간을 결정하기 위하여 I/O 패턴을 관찰하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제67항에 있어서, 상기 전송 시간은 상기 전송이 전경 I/O 전송(foreground I/O transfer)과 중첩되지 않을 가능성에 기초하여 결정되는 컴퓨터 실행 방법.
제67항에 있어서, 상기 전송 시간은 상기 전송이 전경 I/O 전송을 늦추는 탐색(seek)을 초래하지 않을 가능성에 기초하여 결정되는 컴퓨터 실행 방법.
제65항에 있어서, 배경 오퍼레이션시 선택된 페이지들을 상기 메모리로 로딩하는 단계는 현재의 프로세서 사용 및 현재의 디스크 사용을 평가하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항에 있어서, 상기 메모리를 파퓰레이팅하는 단계는 전경 오퍼레이션시 상기 페이지들을 상기 메모리로 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제1항의 방법을 수행하기 위한 컴퓨터 실행 가능 명령어들을 포함하는 컴퓨터 판독 가능 기록 매체.
실행될 때, 데이터의 추정된 유용도(estimated utility of the data)의 순위에 기초하여 데이터를 저장 위치로부터 메모리로 페치(fetch)하기 위한 단계들을 수행하는 컴퓨터 실행가능 명령어들이 저장되어 있는 실체적인(tangible) 컴퓨터 판독가능 저장 매체에 있어서, 상기 컴퓨터 실행가능 명령어들은

메모리 내에 저장될 페이지 데이터에 대한 요청(need)을 관찰하는 단계;

상기 페이지 데이터에 대한 관찰된 요청에 기초하여 상기 페이지 데이터에 대한 값들을 결정하는 단계 - 상기 값들 각각은 그 페이지 데이터에 대한 관찰된 요청을 나타내고 임의의 물리적 메모리 위치와는 독립적(independent)임 -; 및

상기 페이지 데이터에 대한 결정된 값들에 기초하여 우선 순위화되는 방식으로 상기 페이지 데이터의 적어도 일부를 상기 메모리로 로딩하는 단계

를 포함하는 것인 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 페이지 데이터의 적어도 일부를 상기 메모리로 로딩하는 단계는, 상기 결정된 값들에 기초하여 상기 페이지 데이터를 선택하는 단계를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 페이지 데이터의 적어도 일부를 상기 메모리로 로딩하는 단계는 상기 메모리 전체에 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 페이지 데이터의 적어도 일부를 상기 메모리로 로딩하는 단계는 상기 페이지 데이터를 프리(free)인 상기 메모리로 로딩하는 단계를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 메모리 내의 낮은 값의 페이지 데이터를 확인하는 단계를 더 포함하고, 상기 페이지 데이터의 적어도 일부를 상기 메모리로 로딩하는 단계는 상기 낮은 값의 페이지 데이터 중 적어도 일부를 대체하는 단계를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 페이지 데이터에 대한 요청을 관찰하는 단계는 페이지 데이터의 실제 사용을 트래킹(tracking)하는 단계, 및/또는 메모리에 저장될 수 있도록 요청될 가능성이 있는 페이지 데이터를 결정하기 위해 트레이닝하는 단계를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 페이지들에 대응하는 데이터에 대한 요청을 관찰하는 단계는 요청될 가능성이 있는 페이지들을 결정하기 위해 트레이닝하는 단계를 포함하고, 상기 트레이닝하는 단계는, 페이지 사용을 시뮬레이팅하는 것, 코드를 분석하는 것, 트레이닝 컴퓨터 시스템 상에서 프로그램을 실행시키는 것, 다른 컴퓨터 시스템 상에서 상기 값들을 이용하는 것을 포함하는 한 세트의 액션 중 적어도 하나의 액션을 수행하는 것을 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 결정된 값들을 포함하는 정보의 영구 기억 장소(repository)를 구축하는 단계; 및 상기 영구 기억 장소를 파일 내에 저장하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
제73항에 있어서, 상기 값들을 결정하는 단계는 다수의 사용 정보(rich use information)를 유지하는 단계를 포함하고, 상기 다수의 사용 정보는 메모리 내에 저장될 페이지 데이터에 대한 패턴, 빈도, 그룹화, 및 컨텍스트 정보 중 적어도 하나를 포함하는 컴퓨터 판독가능 저장 매체.
메모리 페이지의 크기에 대략 대응하는 데이터의 유닛 또는 페이지 데이터(units of data corresponding approximately to a size of a memory page, or page data)를, 상기 페이지 데이터의 결정된 우선 순위에 기초하여, 저장 위치로부터 메모리 위치로, 및 그 반대 방향으로 효율적으로 전송하기 위한 컴퓨터 실행 방법에 있어서,

하나 이상의 페이지 데이터의 세트의 메모리 내에의 저장 요청을 관찰하는 단계;

상기 페이지 데이터에 대한 값들을 결정하는 단계 - 상기 값들 각각은 대응하는 페이지 데이터의 세트에 대한 관찰된 요청에 기초하고 임의의 물리적 메모리 위치와는 독립적임 -;

상기 결정된 값들을 상기 페이지 데이터와 관련시키는 단계; 및

상기 하나 이상의 페이지 데이터의 세트와 관련된 결정된 값들에 기초하여, 상기 하나 이상의 페이지 데이터의 세트 중 어느 것을 저장 위치로부터 상기 메모리에 로딩할 것인가를 결정하는 단계(determining what of the one or more sets of pages data to load from a storage location into the memory)

를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 상기 값들을 결정하는 단계는, 상기 하나 이상의 세트 내의 페이지 데이터에 대한 패턴, 빈도, 그룹화 및 컨텍스트 정보 중 적어도 하나를 포함하는, 다수의 사용 정보를 유지하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제83항에 있어서, 상기 다수의 사용 정보에 기초하여 상기 페이지 데이터를 재우선 순위화(reprioritize)하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제83항에 있어서, 상기 다수의 사용 정보를 유지하는 단계는 상기 다수의 사용 정보를 포함하는 워킹 세트 엔트리들을 보관하는 단계, 및/또는 메모리에 남아있는 페이지 데이터에 대한 상기 다수의 사용 정보를 유지하기 위한 물리적 페이지 디스크립터들(descriptors) 및 엔트리들을 할당하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 메모리 내에 더 이상은 없는 페이지 데이터들 및 상기 메모리 내에 없었던 페이지 데이터들에 대한 정보를 유지하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 페이지 데이터의 세트에 대한 요청을 관찰하는 단계는 상기 값들이 결정될 수 있는 유지된 통계치에 액세스하는 단계 - 상기 통계치는 패턴, 빈도, 그룹 및 컨텍스트 정보 중 적어도 하나를 포함함 - 를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제87항에 있어서, 상기 유지된 통계치에 액세스하는 단계는 페이지 데이터의 세트 중 적어도 하나의 통계 항목(statistical item)에 액세스하는 단계- 상기 페이지 데이터 세트는, 데이터 엔트리마다, 페이지 데이터의 그룹에 대한 엔트리, 파일에 대한 엔트리, 및 상태 데이터를 포함함 -를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 메모리 내의 페이지 데이터를 서브세트들로 우선 순위화하기 위하여 상기 결정된 값들을 이용하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 더 가치있는 페이지 데이터가 덜 가치있는 페이지 데이터로 덮어쓰여지는 것을 방지하기 위해서 상기 결정된 값들을 이용하는 단계를 더 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 하나 이상의 페이지 데이터의 세트에 대한 요청을 관찰하는 단계는 페이지 데이터의 실제 사용을 트래킹하는 단계, 및/또는 요청될 가능성이 있는 페이지 데이터를 결정하기 위하여 트레이닝하는 단계를 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
제82항에 있어서, 메모리 내에 저장된 낮은 값의 페이지 데이터를 확인하는 단계를 더 포함하고, 상기 페이지 데이터의 세트에 관련된 결정된 값들에 기초하여 페이지 데이터의 세트 중 어느 것을 페이지 데이터의 세트를 저장 위치로부터 상기 메모리에 로딩할 것인가를 결정하는 단계는, 메모리 내의 낮은 값의 페이지 데이터 중 적어도 일부를 상기 낮은 값의 페이지 데이터보다 더 높은 결정된 값들과 관련된 페이지 데이터의 세트로 대체하는 단계는 포함하는 컴퓨터 실행 방법.
하나 이상의 페이지 위치, 또는 메모리 페이지들로 세분되는(subdivided) 메모리를 포함하는 컴퓨터화된 시스템에서, 우선 순위가 높은 데이터가, 메모리 페이지들이 요청되기 전에, 하나 이상의 메모리 페이지들로부터 액세스될 수 있도록, 페이지 데이터의 하나 이상의 값 결정에 기초하여 데이터 또는 페이지 데이터를 하나 이상의 저장 위치에서 하나 이상의 페이지 위치로 전송하는 방법에 있어서,

메모리의 하나 이상의 페이지에 저장되어 있는 저장된 데이터를 확인하는 단계;

추적 메카니즘을 통해, 상기 데이터에 대한 하나 이상의 메모리-관련 활동을 관찰하고 관찰의 결과를 정보 데이터베이스에 로깅하는 단계 - 상기 정보 데이터베이스는 상기 확인된 데이터에 대한 현재 및 이전 메모리 활동에 대한 관찰된 정보를 포함함 -: 상기 정보 데이터베이스에 로깅된 상기 관찰에 기초하여 확인된 데이터를 우선 순위화 리스트로 우선 순위화하는 단계 - 상기 우선 순위화 리스트는 상기 데이터를 복수의 페이지 데이터 세트로 세분하고, 상기 페이지 데이터 세트 각각은 고유한 우선 순위 값을 가짐 -; 및

상기 하나 이상의 메모리 페이지에서 보다 낮은 값의 페이지 데이터를 보다 높은 값의 페이지 데이터로 대체하는 단계

를 포함하는, 데이터 또는 페이지 데이터를 하나 이상의 저장 위치에서 하나 이상의 페이지 위치로 전송하는 방법.
제93항에 있어서,

상기 하나 이상의 메모리 페이지 내의 상기 높은 값의 페이지 데이터에 대한 추가적인 하나 이상의 메모리-관련 활동을 관찰하는 단계;

상기 하나 이상의 메모리 페이지 내의 상기 높은 값의 페이지 데이터 중 적어도 일부가 귀속적인 낮은 우선 순위 값이 되도록(so that at least some of the high value page data in the one or more memory pages is ascribed lower prioritization value) 상기 우선 순위화 리스트를 리밸런싱(rebalancing)하는 단계; 및

상기 높은 값의 페이지 데이터 중 적어도 일부 중 적어도 하나의 페이지 데이터를 대응하는 하나 이상의 메모리 페이지 내의 보다 높은 값의 페이지 데이터로 대체하는 단계

를 더 포함하는, 데이터 또는 페이지 데이터를 하나 이상의 저장 위치에서 하나 이상의 페이지 위치로 전송하는 방법.
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제
삭제