JPH10301836A

JPH10301836A - 分岐データ構造を使用した厳密なガーベッジ収集を最適化する方法および装置

Info

Publication number: JPH10301836A
Application number: JP10111782A
Authority: JP
Inventors: Mario I Wolczko; マリオ・アイ・ウォルツェコ; David M Ungar; デイヴィッド・エム・アンガー
Original assignee: Sun Microsystems Inc
Current assignee: Sun Microsystems Inc
Priority date: 1997-04-23
Filing date: 1998-04-22
Publication date: 1998-11-13
Also published as: DE69801186D1; DE69801186T2; US5900001A; EP0874318A2; EP0874318A3; EP0874318B1

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は、ガーベジ収集プログラム用の向上
した機能を与える経済的な装置、方法、システム、コン
ピュータ・プログラムを記録した記憶媒体を提供するこ
とを目的とする。【解決手段】データ構造は、オブジェクト指向プログ
ラミング環境内でインスタンス化オブジェクトとして使
用できる。データ構造は、データ構造ヘッダを使用し
て、データ構造のポインタ値を含む部分をデータ構造の
非ポインタ値を含む部分から分離する。データ構造ヘッ
ダの第１のワードの内容は、任意のポインタ値と区別で
きる。したがって、ガーベッジ収集手順は、データ構造
内のポインタ値をより迅速に位置指定することができ
る。このデータ構造編成をインスタンス化オブジェクト
に適用した場合の他の利点は、（オブジェクト・ヘッダ
構造に対する）インスタンス変数の位置が元のクラスの
サブクラスに基づくものを含むすべてのインスタンス化
オブジェクトについて一定に保たれることである。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ・メ
モリ割振りおよび割振り解除の分野に関する。詳細に
は、本発明は、メモリ記憶域が実行中のコンピュータ・
プログラムによってもはや使用されなくなったときに記
憶域を自動的に再利用する新規かつ有用な方法、装置、
システム、コンピュータ・プログラムを記録した記憶媒
体である。

【０００２】

【従来の技術】構造化プログラミング方法およびオブジ
ェクト指向プログラミング方法ではメモリ割振り技法お
よびメモリ割振り解除技法が非常に重要になっている。
ヒープから割り振られたメモリは情報を記憶するために
使用される。多くの場合、この情報はオブジェクト指向
パラダイム内のインスタンス化オブジェクトである。後
述の技法は、データを含むヒープ内のノードと、インス
タンス化オブジェクトであるヒープ内のノードとの両方
に適用される。

【０００３】ガーベジ収集（garbage collection）の序
論コンピュータ・メモリは資源である。プログラムは、メ
モリに記憶されている命令に基づいて（実行すべき）動
作をコンピュータに実行させる。実行プログラムもメモ
リを使用して情報を記憶する。この情報はしばしば、メ
モリ常駐データ構造に編成される。通常、これらのデー
タ構造は、ポインタによってある構造から別の構造に互
いにリンクされ、静的記憶域およびスタック変数記憶域
内のポインタを介して参照される。メモリ資源は、情報
およびプログラム・コードに関する記憶域要件を満たす
ように管理される。

【０００４】実行プログラムはしばしば、ある限られた
時間にわたって継続するためにメモリを必要とする。た
とえば、プログラムは、情報を保持すべきメモリを割り
振り、割り振られたメモリ内に情報を記憶し、記憶され
た情報を処理して結果を生成し、その後は記憶された情
報を必要としなくなる。プログラムが記憶された情報を
もはや必要としなくなった後、割り振られたメモリは後
で再使用するために解放される。

【０００５】現代のプログラミング言語は、メモリの静
的割振り、スタック割振り、ヒープ割振りを実行でき
る。静的割振りでは、コンパイル時またはリンク時、あ
るいはその両方の時に変数を記憶位置に結合する。スタ
ック割振りでは、プログラム・ブロックが実行の準備を
するときにアクティブ・フレームをコンピュータ・スタ
ック上にプッシュする。このアクティブ・フレームは、
プログラム・ブロックの実行範囲内の変数用の記憶域を
含む。プログラム・ブロックが完了した後、アクティブ
・フレームはスタックからポップされる。したがって、
スタックは情報を後入れ先出し（ＬＩＦＯ）法に従って
記憶する。アクティブ・フレームに記憶されている変数
は、ブロックのあるアクティブ状態から次のアクティブ
状態まで保存されない。ヒープ割振りでは、変数用のメ
モリの任意の順序での割振りおよび割振り解除が可能で
あり、これらの変数は、それらを作成した手続き（また
はブロック）よりも長い間存在する。メモリは、割振り
解除された後、他の用途のために再割振りに使用され
る。

【０００６】「ノード」とはヒープから割り振られたメ
モリのことである。ノードはポインタを介してアクセス
される。直接（または単純）ポインタはヒープ内のノー
ドのアドレスである。間接ポインタ（「ハンドル」とも
呼ばれる）は、ノードのアドレスを含むメモリ内のアド
レスを指し示す。より複雑なポインタが存在する。間接
ポインタによれば、ハンドルの実現値を更新する必要な
しにノードをヒープ内で移動することができる。間接ポ
インタに関する１つの問題は、ノードに到達するのに余
分なメモリ・アクセスを必要とすることである。この余
分なメモリ・アクセスはプログラムの実行速度を低下さ
せる。

【０００７】「ルート・セット」とは、参照されるノー
ドがヒープの状態にかかわらずに必ず保持される１組の
ノード・リファレンスのことである。ノードは、ルート
・セット内にある場合アクセス可能であり、あるいはア
クセス可能なノードによって参照される。「リファレン
ス・セット」とは、ノードに含まれる１組のノード・リ
ファレンスの組である。あるノードがルート・セットか
らアクセス不能になり、再利用されなくなると、メモリ
・リークが生じる。メモリ・リークはプログラムが使用
できるヒープ・メモリの量を少なくする。ルート・セッ
トからアクセス不能になり、かつ再利用できるノードは
ガーベジ・ノードである。

【０００８】ヒープ・メモリは、ノードの割振りおよび
割振り解除を手動でプログラムすることによって使用で
きるようになる。しかし、プログラマは、新しいノード
がいつ必要になるかは分かるが、あるノードにいつアク
セスできなくなるかを知ることが困難であることが多
い。したがって、プログラマがノードを明示的に割振り
解除するときにいくつかの問題が生じる。これらの問題
の１つは、メモリ・リークをデバッグすることが非常に
困難であることである。多くの場合、プログラマがメモ
リを明示的に割振り解除するとき、プログラム中のアプ
リケーションの設計は不明瞭になる。さらに、プログラ
ムのある部分がメモリ割振り解除の準備ができたとき、
プログラムの他のどの部分もそのメモリを使用してはな
らない。したがって、オブジェクト指向プログラミング
（ＯＯＰ）言語では、複数のモジュールがメモリ管理プ
ロセスにおいて密に協働しなければならない。このた
め、ＯＯＰプログラミング法と異なり、独立であると考
えられるモジュールどうしが密に結合される。

【０００９】これらの難点は、プログラマがメモリを明
示的に割振り解除する必要がない場合には最小限に抑え
られる。自動ガーベジ収集法では、参照されたノードに
対してメモりを走査し、ガーベジ・ノードを回復する。
ただし、コストがかかる。ガーベッジ・ノードを見つ
け、割振り解除するプロセスはプロセッサ時間を要す
る。プログラムの主要な機能は、タイムリーな操作また
は連続的なユーザとの対話を必要とするので、実行プロ
グラムに対するガーベジ収集プロセスの影響のバランス
をとることが重要である。リアルタイム・システム（指
定されたクロック時間内に応答を与えなければならない
システム）は、長いプロセッサ時間をガーベジ収集のた
めに使用することができないことが多い。リアルタイム
・システムでは、ガーベジ収集アルゴリズムに割り込み
が可能でなければならない。

【００１０】ガーベジ収集を使用したシステムでは、メ
モリが必要なときにヒープからノードが割り振られる。
このようなノードは、もはや必要とされなくなったとき
でも最初のうちは再利用されない。その代わり、メモリ
割振りの試みが失敗すると、あるいはある条件（たとえ
ば、クロックの満了）に応答して、ガーベジ収集プロセ
スが自動的に呼び出され、未使用のメモリが後で再使用
できるように回復される。

【００１１】ある種のガーベジ収集法ではノードがコピ
ーされる（すなわち、このような方法では、有効である
と思われるノードがヒープ内のある位置から他の位置に
再配置される）。これを行うときは、ノードの最初の位
置を指し示す既存のポインタを使用して再配置されたノ
ードにアクセスできるようにする機構が必要である。こ
のような機構には、（特に）ノードの最初の位置を指し
示す既存のポインタを更新することと、ノードの新しい
位置を指し示す間接ポインタを与えることとが含まれ
る。

【００１２】ガーベジ収集における従来技術は、従来技
術を示すものとして引用によって本明細書に組み込まれ
た「ＧａｒｂａｇｅＣｏｌｌｅｃｔｉｏｎ，Ａｌｇ
ｏｒｉｔｈｍｓｆｏｒＡｕｔｏｍａｔｉｃＤｙｎ
ａｍｉｃＭｅｍｏｒｙＭａｎａｇｅｍｅｎｔ」（Ｒ
ｉｃｈａｒｄＪｏｎｅｓａｎｄＲａｆａｅｌＬｉ
ｎｓ、ＪｏｈｎＷｉｌｅｙ＆Ｓｏｎｓ、ＩＳＢＮ
０−４７１−９４１４８−４、ｃｏｐｙｒｉｇｈｔ１９
９６）で十分に論じられている。

【００１３】ガーベジ収集アルゴリズムのタイプガーベジ収集アルゴリズムは「厳密」または「控えめ
（conservative）」として分類することができる。この
ような厳密アルゴリズムは、ポインタを含むことが分か
っている変数を追跡することによって動作する。このよ
うなアルゴリズムはしばしば、ポインタとデータ値とを
区別するのを助けるコンパイラ修正によって助けられ
る。多くの場合、データ値とポインタ値はそれらを区別
するためにタグ付けされる。控えめアルゴリズムはコン
パイラから助けを受けず、またデータ値もタグ付けされ
ない。したがって、ガーベジ収集アルゴリズムはデータ
値とポインタ値を区別することができず、そのためポイ
ンタとみなされるもはすべて、ポインタとして扱われ
る。さらに、控えめアルゴリズムでは、ヒープやスタッ
クの構造が分からず、ポインタがタグ付けされているこ
とも予期されない。そのため、控えめアルゴリズムは、
誤って識別されたポインタを処理するステップを含まな
ければならない。多くのガーベジ収集アルゴリズムは、
厳密技法と控えめ技法を混合したものである。

【００１４】世代別ガーベジ収集世代別ガーベジ収集技法では、ヒープから割り振られた
多数のノードが短期間しか使用されないという考え方が
使用される。このようなノードは特定の短期目的に割り
振られ、その目的に使用され、次いで後で再使用できる
ように割振り解除することができる。したがって、より
新しいノードに集中するガーベジ収集アルゴリズムは、
ガーベジ収集プロセス中に調べる必要があるノードの数
が少ないので、すべてのノードを同様に処理するガーベ
ジ収集アルゴリズムよりも効率的である。

【００１５】世代別ガーベジ収集アルゴリズムは、ノー
ドを、その存在期間に応じてヒープ内の２つ以上の領域
に分離する。各領域は世代である。ノードはまず、十分
に長い時間にわたって存在している場合（「十分に長
い」とは多くの場合、次のスカビンジ動作までであ
る）、まず、最も新しい世代内の作成領域から割り振ら
れ、より古い世代にコピーされる。このようなガーベジ
収集アルゴリズムは、大部分のガーベジが見つかる最も
新しい世代領域の記憶域の再利用に集中する。一般に、
最も新しい世代内の有効ノードの数は他の世代領域内の
有効ノードの数よりもずっと少なく、したがって、最も
新しい世代内のノードをスカビンジするために必要な時
間は、他の世代領域をスカビンジするために必要な時間
よりも短い。作成領域のスカビンジ動作をマイナー収集
と呼ぶ。古い世代領域に対するガーベジ収集動作をメジ
ャー収集と呼ぶ。マイナー収集プロセスは、オーバヘッ
ドが低く、効率が高いので、メジャー収集動作よりも頻
繁に行われる。

【００１６】しかし、世代別ガーベジ収集アルゴリズム
は世代間ポインタを記録する必要がある。このような世
代間ポインタは、（１）ノード内にポインタを記憶する
ことにより、あるいは（２）ポインタを含むノードが古
い世代領域にコピーされたときに作成される。コピー・
アルゴリズムによって作成されたポインタはそのコピー
・アルゴリズムによって認識することができる。ノード
内でポインタを割り当てることによって作成されたポイ
ンタを記録するためにライト・バリアが使用される。あ
る古い世代が収集されるときにすべてのより新しい世代
が収集される場合、ライト・バリアは古い世代領域のポ
インタを新しい世代領域に記録するだけでよい。

【００１７】マイナー収集動作は、メジャー収集動作よ
りも高速であっても、時間がかかり過ぎてリアルタイム
では不十分であることが多い。したがって、リアルタイ
ム要件を満たすにはマイナー収集プロセスに割り込まな
ければならない。マイナー収集に割り込む場合の１つの
難点は、ノード間ポインタが中間状態のままになり、い
くつかのノード間ポインタが、プロモートされたノード
を指し示し、他のノード間ポインタが最初のノードを指
し示すことである。すなわち、あるノードがコピーされ
た後にマイナー収集動作に割り込むと、そのノードの前
の位置に対するすべての参照が、ノードの新しい位置に
更新されることが多い。

【００１８】ノードがコピーされた後、コピーされたノ
ードに対する将来の参照が最終的に成功するように、コ
ピーされたノードを指し示すポインタを更新または追跡
しなければならない。さらに、コピーされたノードに含
まれる新しい世代内のノードを指し示すポインタにアク
セスし、参照セットを判定しなければならない。

【００１９】図１は、一般参照符号１００で示されたヒ
ープ領域を示す。ヒープ領域１００は、世代別ガーベジ
収集領域１０１を含む。世代別ガーベジ収集領域１０１
は、新しい世代１０３と古い世代領域１０５とを含む。
新しい世代１０３はしばしば、作成領域１０７と、「ｔ
ｏ」領域１０９と、「ｆｒｏｍ」領域１１１とに細分さ
れる。まず、作成領域１０７内に（新しいノード１１３
などの）ノードが作成される。作成領域１０７が満杯に
なると、「ｔｏ」領域１０９の意味と「ｆｒｏｍ」領域
１１１の意味が相互交換される。次いで、新しいノード
１１３などのアクティブ・ノードが、「ｆｒｏｍ」領域
１１１内のアクティブ・ノードと共に「ｔｏ」領域１０
９にコピーされる。「ｔｏ」領域１０９内のアクティブ
・ノードは、「ｔｏ」領域１０９が満杯になると古い世
代領域１０５にコピーされる。この結果、古い世代領域
１０５内にプロモートされたノード１１５が得られる。
当業者には、他の世代別処理系が存在することが理解さ
れよう。さらに、当業者には、作成領域１０７に最も新
しいノードが含まれることが理解されよう。

【００２０】カード・マーク付けルート・セットを判定するプロセスは多くの場合、ヒー
プ内のポインタを探索するのにかなり時間がかかる。従
来技術で使用される１つの最適化は、ヒープを（カード
と呼ばれる）等しいサイズの領域としてセグメント化
し、カード内で書込み動作が行われたときに各カードに
マーク付けすることである。これは一種のライト・バリ
アである。したがって、ルート・セットを更新する際に
は（ヒープ・メモリ内のすべてのカードではなく）「ダ
ーティ」とマーク付けされたカードのみのポインタが探
索される。図２は、カード・マーク付けの使用法を示
す。一般参照符号１２０はメモリ１２１のカード・マー
ク付けされた領域を示す。メモリ１２１のカード・マー
ク付けされた領域は第１のカード１２３と第２のカード
１２５とを含む。この図で、第１のカード１２３はメモ
リ内の第２のカード１２５に隣接している。したがっ
て、第１のカード１２３および第２のカード１２５に複
数のノード（ＡないしＦ）１２７が分散される。第１の
カード１２３は第１のカード・マーカ１２９に関連付け
られ、第２のカード１２５は第２のカード・マーカ１３
１に関連付けられる。メモリの一方のカード１２３、１
２５が修正されると、対応するカード・マーカがフラグ
付けされる。したがって、図２の図では、第１のカード
１２３内で書込み動作が実行され、それによって第１の
カード・マーカ１２９が、マーカ１２９自体内の「Ｘ」
で示される「ダーティ」としてマーク付けされる。第２
のカード・マーカ１３１がマーク付けされないことは、
第２のカード１２５内のメモリが最後のスカビンジ以来
修正されていないことを示す。ノード「Ｄ」１３３が第
１のカード１２３と第２のカード１２５との間の境界を
横切って延びているため、このノードの始めを検出する
ことは困難である。一般に、コンピュータのメモリ・ク
リア動作は値記憶動作よりも高速であることが多いの
で、カード・マーカはすべて１に初期設定される。

【００２１】カード・マーク付けを使用する際は、ノー
ドの内部のアドレスを指し示すポインタまたはカードの
インデックスが与えられた場合に、ノードの始めを見つ
けることが必要になることが多い。これは通常、従来技
術では、最初のポインタ（またはカードの始め）からメ
モリを逆方向に走査してノードのヘッダを探すことによ
って行われている。しかし、整数、オブジェクト・ヘッ
ダ、ポインタを区別せず、あるいはタグ付けしないプロ
グラミング言語処理系を用いた場合、ノードの始めを検
出することができないので、逆方向への走査は無効であ
る。

【００２２】カード・マーク付けの他の目標は、カード
・マーク付けを世代別ガーベジ収集アルゴリズムと共に
使用したときに、ヒープの作成領域内のオブジェクトを
参照しないヒープのコピー済み生成領域内のオブジェク
トをスキップすることである。しかし、この目標は、古
い世代内のそのようなノードの密度が、大部分のカード
がマーク付けされるほど高い場合には失われる。図３
は、一般参照符号１４０で示された「カード・マーク付
け構造」を有する従来技術のこの問題を示す。「ヒープ
の新しい領域」１４１は少なくとも１つのノード１４
３、１４５、１４７を含む。「ヒープの古い世代領域」
１４９は複数のカード１５１、１５３としてセグメント
化される。カード１５１は「カード・マーカ」１５５に
関連付けられ、カード１５３は「カード・マーカ」１５
７に関連付けられる。「カード境界」１５９はカード１
５１の終わりとカード１５３の始まりとを示す。「ヒー
プの古い世代領域」１４９は、「ノードＥ」１６３と
「ノードＣ」１６５とを含め「いくつかのノード（Ａな
いしＦ）」１６１を含む。「ノードＥ」１６３はノード
１４５を指し示すポインタを含み、「ノードＣ」１６５
は、「ヒープの新しい領域」１４１内のノード１４３を
指し示すポインタを含む。カード１５１内のノードは
「ヒープの新しい領域」１４１を参照するので、「カー
ド・マーカ」１５５がマーク付けされる。カード１５３
内のノードは「ヒープの新しい領域」１４１を参照する
ので、「カード・マーカ」１５７がマーク付けされる。
したがって、カード・マーク付けを使用する場合でも、
「ヒープの古い世代領域」１４９内の各ノードの、「ヒ
ープの新しい領域」１４１を指し示すポインタを検査し
なければならない。このため、カード・マーク付けを使
用することによって得られる利点が失われていた。

【００２３】カード・マーク付けに関する他の問題は、
カード・インジケータを走査し、マーク付けされたカー
ドを見つける動作が、多数のメモリ位置（マーク付けベ
クトルを含むメモリ位置）を調べ、マーク付けされたカ
ードを見つけなければならないため、オーバヘッド動作
であることである。

【００２４】「ＡＦａｓｔＷｒｉｔｅＢａｒｒｉ
ｅｒｆｏｒＧｅｎｅｒａｔｉｏｎａｌＧａｒｂａ
ｇｅＣｏｌｌｅｃｔｏｒｓ」（ＵｒｓＨｏｅｌｚｌ
ｅ、ＯＯＰＳＬＡ’９３ＧａｒｂａｇｅＣｏｌｌｅ
ｃｔｉｏｎＷｏｒｋｓｈｏｐ、ワシントンＤ．Ｃ．、
１９９３年１０月）にカード・マーク付け処理系が記載
されている。この論文は、従来技術を示すものとして引
用によって含まれており、インターネット上の下記のア
ドレスで読むことができる。「ｈｔｔｐ：／／ｓｅｌｆ．ｓｕｎｌａｂｓ．ｃｏｍ／
ｐａｐｅｒｓ／ｗｒｉｔｅ−ｂａｒｒｉｅｒ．ｈｔｍ
ｌ」

【００２５】オブジェクト指向プログラミングオブジェクト指向プログラミング（ＯＯＰ）とはコンピ
ュータ・ソフトウェアを構築する方法のことである。主
要なＯＯＰ概念には、データのカプセル化と、継承と、
ポリモルフィズムとが含まれる。この３つの主要な概念
はＯＯＰ言語に共通するものであるが、大部分のＯＯＰ
言語はこの３つの主要な概念を異なるように実施する。
オブジェクトはデータとメソッドとを含む。メソッドと
は、一般にオブジェクトのデータにアクセスする手続き
である。オブジェクトを使用するプログラマは、オブジ
ェクト内のデータのタイプに配慮する必要がなく、正し
いメソッド呼出しシーケンスを作成し正しいメソッドを
使用することを考慮するだけでよい。

【００２６】Ｓｍａｌｌｔａｌｋ、Ｊａｖａ、Ｃ＋＋は
ＯＯＰ言語の例である。Ｓｍａｌｌｔａｌｋは１９７０
年代初期にＸｅｒｏｘ社のＰａｌｏＡｌｔｏＲｅｓ
ｅｒａｃｈＣｅｎｔｅｒ（ＰＡＲＣ）でＬｅａｒｎｉ
ｎｇＲｅｓｅｒａｃｈＧｒｏｕｐ内で開発された。
Ｃ＋＋は１９８３年にＡＴ＆Ｔ社のＢｅｌｌＬａｂｏ
ｒａｔｏｒｉｅｓでＢｊａｒｎｅＳｔｒｏｕｓｔｒｕ
ｐによってＣの拡張機能として開発された。Ｊａｖａ
は、ＣおよびＣ＋＋の要素を含むＯＯＰ言語であり、イ
ンターネット環境用の高度に調整されたライブラリを含
む。ＪａｖａはＳＵＮＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ社で
開発され、１９９５年に発表された。

【００２７】ＯＯＰシステムでは、オブジェクトは、そ
のデータの内部構造とそのメソッドが使用するデータア
ルゴリズムとを隠す（カプセル化）。適切に設計された
ＯＯＰオブジェクトは、このような処理系の詳細を露出
するのではなく、外部情報を含まないオブジェクトの抽
象化を表すインタフェースを備える。ポリモルフィズム
はカプセル化を一歩先に進めたものである。ソフトウェ
ア構成要素は、ＯＯＰオブジェクト内のメソッドがどの
ように動作するかに関する厳密な詳細を知らずにそのメ
ソッドを呼び出すことができる。したがって、ソフトウ
ェア構成要素は正方形オブジェクトおよび円形オブジェ
クトに関する「描画」メソッドを呼び出すことができ、
これらのオブジェクトはそれぞれ、正方形および円形を
描画する。継承によって、開発者は既存の設計およびコ
ードを再使用することができ、開発者がソフトウェアを
最初から作成する必要が低減される。継承によって、開
発者は、既存のＯＯＰオブジェクトからふるまいを継承
するサブクラスを導き、次いで特定のニーズを満たすよ
うにカスタマイズする。

【００２８】オブジェクトオブジェクトは、オブジェクトに関するプログラム済み
メソッドを含むクラスに基づいたヒープ内でインスタン
ス化される。インスタンス化オブジェクトはその特定の
インスタンス化オブジェクトに特有のデータを（インス
タンス変数で）含む。一般に、クラスに基づくオブジェ
クトは、そのオブジェクト用のメモリを含むノードがヒ
ープから割り振られ、オブジェクトをクラスに結合する
ための必要な情報がオブジェクト内に記憶され、オブジ
ェクトが、必要に応じて他のオブジェクトとも関連付け
られ、オブジェクトのインスタンス変数が初期設定され
たときにインスタンス化される（あるいは構築され
る）。図４は、一般参照符号１７０で示されたインスタ
ンス化オブジェクトの概念的態様を示す。インスタンス
化オブジェクト１７０は、オブジェクト・ヘッダ１７１
と、ベース−クラス変数記憶域１７３と、第１のサブク
ラス変数記憶域１７５と、第２のサブクラス変数記憶域
１７７と、ｎ番目のサブクラス用の最後のサブクラス変
数記憶域１７９とを含む。オブジェクト・ヘッダ１７１
は、インスタンス化オブジェクト１７０をサポートする
（ブロック１８１で示したように）情報を含み、あるい
は参照する。オブジェクト・ヘッダ１７１内の情報は、
クラス定義を指し示し、かつ直接的または間接的にイン
スタンス−変数カウントを指し示すポインタを含むこと
が多い。ベース−クラス変数記憶域１７３および第１の
サブクラス変数記憶域１７５はそれぞれ、第２のサブク
ラス変数記憶域１７７と関連付けられたブロック１８３
で示したインスタンス変数を含む。ブロック１８３内の
インスタンス変数は、混合されたポインタ変数とデータ
変数とを含む。インスタンス化オブジェクト１７０内の
情報の構成に関する１つの難点は、単にインスタンス変
数に記憶されている情報を調べただけではデータ値変数
とポインタ・インスタンス変数を区別することができな
いことである。したがって、ガーベジ収集を行うべきヒ
ープへのポインタを判定することは非効率的である。こ
の非効率のために、多数のオブジェクト指向言語処理系
でデータ値の精度が犠牲になっており、かつポインタ値
をデータ値と区別するために各値がタグ付けされてい
る。他の一般的な手法では、クラス内で定義された各変
数ごとにタグを関連付けるタグ・テーブルが設けられ
る。このタグは、クラスのインスタンス化オブジェクト
のインスタンス変数がデータ値を含むか、それともポイ
ンタ値を含むかを示す。タグ・テーブルを使用すると、
ヒープ内の有効ノードを判定する際に各インスタンス変
数ごとにタグ・テーブルを検査しなければならないの
で、計算上のオーバヘッドが増大する。当業者には、ポ
インタは直接的なものでも、あるいは間接的なものでも
よいことが理解されよう。

【００２９】前述のように、オブジェクトはヒープから
割り振られる。したがって、オブジェクトはノードの特
殊ケースである。さらに、多くのＯＯＰ処理系は、オブ
ジェクトに「ハッシュ値」を割り当て、このハッシュ値
にアクセスするためのメソッドを備えている。このハッ
シュ値は、ヒープ内のノードに関連付けられた有用な準
一意整数（quasi-unique integer）である。オブジェク
トの存在期間が短い（したがって、ヒープ内に限られた
期間しか存在しない）ときにこのハッシュ値を求めその
オブジェクト内に記憶することは不要なオーバヘッドで
ある。この負担を低減するために使用される従来技術の
１つの方法は、ハッシュ値を要求されたときにのみ生成
することである。したがって、次のハッシュ値を含むカ
ウンタがアクセスされてハッシュ値が得られ、そのハッ
シュ値がノード内に記憶され、カウンタが増分され、１
回のメモリ読取り動作と２回のメモリ書込み動作が必要
になる。

【００３０】ＯＯＰ概念に関する他の情報は、「Ｏｂｊ
ｅｃｔＯｒｉｅｎｔｅｄＤｅｓｉｇｎｗｉｔｈ
Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ」（ＧｒａｄｙＢｏｏｃ
ｈ、Ｂｅｎｊａｍｉｎ／ＣｕｍｍｉｎｇｓＰｕｂｌｉ
ｓｈｉｎｇＣｏ．，Ｉｎｃ．、ＲｅｄｗｏｏｄＣｉ
ｔｙ，Ｃａｌｉｆ．、（１９９１年）、ＩＳＢＮ０−８
０５３−００９１−０）に記載されている。

【００３１】コンパイラ、仮想マシン（インタプリ
タ）、マシンプログラミング言語によって、プログラマは、アプリケ
ーション・バイナリ・インタフェース（ＡＢＩ）（コン
ピュータや、コンピュータ上で実行されるインタプリタ
など）が実行する動作を表す記号テキスト表現（ソース
・コード）を使用することができる。この記号表現は、
ＡＢＩが理解する命令コードに変換される。通常、この
ような命令コードはバイナリ値である。コンパイラは、
ソース・コードを処理することによって、ソース・コー
ドに対応する命令コードを含むオブジェクト・ファイル
（またはオブジェクト・モジュール）を作成する。当業
者には、「オブジェクト・ファイル」および「オブジェ
クト・モジュール」の語が前述の「ＯＯＰオブジェク
ト」とは関係のないものであることが理解されよう。こ
のオブジェクト・モジュールが他のオブジェクト・モジ
ュールとリンクされると、コンピュータのメモリにロー
ドしＡＢＩによって実行することのできる実行可能な命
令が得られる。

【００３２】インタプリタとは、命令コードにアクセス
するコンピュータに作用し、命令コードによって指定さ
れた動作を実行する１つまたは複数の動作をコンピュー
タに実行させるプログラムのことである。したがって、
インタプリタは、仮想コンピュータ環境または仮想マシ
ンを形成するプログラム、すなわちＡＢＩとみなすこと
ができる。インタプリタを実行することのできるコンピ
ュータはいずれも、ＡＢＩ向けにコンパイルされたプロ
グラムを実行することができる。したがって、同じプロ
グラムの命令コードをネットワークを介してダウンロー
ドし、ＡＢＩを実装する様々な異なるコンピュータ・ア
ーキテクチャ上で実行することができる。

【００３３】プログラムのソースは、実行環境が実行す
るのに適した命令コードとデータの両方に変換される順
序付きでグループ化されたストリング（文）からなる。
ソース・プログラムは、ソースをコンパイルしリンクす
ることによって得られた命令コードを実行する際にＡＢ
Ｉが実行する動作の記号記述を与える。ソースから命令
コードへの変換は、ソースを書くために使用されるプロ
グラミング言語の文法規則に応じて実行される。

【００３４】各コンパイル済み文は、ＡＢＩに応じて、
記号文で記述された動作を実施する、多数の命令コード
を生成することができる。コンパイラは、コンパイル済
み命令コードを生成する際に、ソースで表された構造構
成を著しく変更することができる。しかし、コンパイラ
は、この構成をどれほど変更しても、命令コードが、Ａ
ＢＩによって実行されるときに、（プログラムの結果が
どのように得られるかにかかわらずに）ソース言語を使
用して記述されたプログラムと同じ結果を与えなければ
ならないという点で制限される。同様に、データが構造
内に記憶される順序は、プログラマが供給する変数宣言
シーケンスが示すのと同じ順序である必要はない。たと
えば、インスタンス変数のインスタンス化オブジェクト
内での実際の配置は、クラス宣言で定義された変数と同
じ順序である必要はない。

【００３５】多くの現代のコンパイラは、コンパイル・
プロセスから得られるバイナリ命令コードを最適化する
ことができる。プログラミング言語の設計のために、コ
ンパイラは、コンパイル中のプログラムに関する構造上
の情報を判定することができる。この情報は、同じ動作
を実行するそれぞれの異なるバージョンの命令コード・
シーケンスを生成するためにコンパイラによって使用す
ることができる。たとえば、デバッグ機能をイネーブル
し、あるいはソース・コードがコンパイルされるターゲ
ット・プロセッサのバージョンに応じて命令を最適化す
る。いくつかの最適化では、命令を保持するために必要
なメモリの量が最小限に抑えられ、他の最適化では、命
令を実行するために必要な時間が短縮される。

【００３６】最適化の利点は、コンパイラを最適化する
と、プログラマが、ソース・コードを手動で調整する時
間のかかるタスクから解放されることである。これによ
ってプログラマの生産性が向上する。また、手動調整で
はソース・コードが他のプログラマには分かりにくいも
のとなるので、コンパイラを最適化すると、プログラマ
は維持可能なコードを書くことができる。最後に、ある
コンピュータ・アーキテクチャに調整されたソース・コ
ードは他のコンピュータ・アーキテクチャに対して非効
率的であることがあるので、コンパイラを最適化する
と、コードの移植性が向上する。コンパイラの最適化お
よび関係する技法の全般的な議論は、「Ｃｏｍｐｉｌｅ
ｒｓ：Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ，Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅ
ｓａｎｄＴｏｏｌｓ」（ＡｌｆｒｅｄＶ．Ａｈｏ、
ＲａｖｉＳｅｔｈｉ、ＪｅｆｆｒｅｙＤ．Ｕｌｌｍ
ａｎ、Ａｄｄｉｓｏｎ−ＷｅｓｌｅｙＰｕｂｌｉｓｈ
ｉｎｇＣｏ．１９８８年、ＩＳＢＮ０−２０１−１０
０８８−６、第９章および第１０章、５１３ページない
し７２３ページ）。

【００３７】著しく最適化することのできる１つのプロ
グラミング構造はループである。ループはしばしば、ル
ープ制御変数を使用して反復する。ループ制御変数は、
ループの１回目の反復では開始値に初期設定される。ル
ープ制御変数は、最後の値に達するまでループの各反復
時にストライド値によって初期設定される。ループは、
ループ制御変数が最後の値に達したときに完了する。そ
のようなループは多くの場合、ポインタ（たとえば、Ｏ
ＯＰオブジェクトを指し示すポインタのアレイ）のアレ
イの要素に値を割り当てるために使用される。カード・
マーク付けまたはその他のライト・バリア法を使用した
アプリケーションの場合、このことは、ライト・バリア
命令もループ内で実行されることを意味する。したがっ
て、ループは、ライト・バリアを使用するヒープ内のポ
インタ・アレイ内の要素に値を割り当てる場合には非効
率的である。

【００３８】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、ガーベジ収
集プログラム用の向上した機能を与える経済的な装置、
方法、システム、コンピュータ・プログラムを記録した
記憶媒体を提供することを目的とする。

【００３９】

【課題を解決するための手段】本発明の一態様は、ヘッ
ダ構造を含むデータ構造内のポインタ値を位置指定する
コンピュータ制御式方法である。この方法は、ヘッダ構
造がポインタ・メモリ領域をデータ値メモリ領域から分
離するようにデータ構造を構成するステップを含む。ヘ
ッダ構造は、ポインタ値と区別できるヘッダ値を含む。
ヘッダ値はポインタ・メモリ領域に隣接する。この方法
はさらに、ポインタ値を位置指定するためにポインタ・
メモリ領域を走査するステップを含む。この方法はま
た、ヘッダ値が検出されたときにヘッダ構造およびデー
タ値メモリ領域越えて前進するステップを含む。

【００４０】本発明の他の態様は、メモリに結合された
中央演算処理装置を含み、メモリ内のデータ構造内のポ
インタ値を位置指定する装置である。インスタンス化オ
ブジェクト・データ構造はヘッダ構造を含む。この装置
は、メモリ内のデータ構造を構成するように構成された
構成機構を含む。構成されたデータ構造内のヘッダ構造
は、ポインタ・メモリ領域とデータ値メモリ領域とを分
離する。ヘッダ構造は、ポインタ値と区別できるヘッダ
値を含む。ヘッダ値はポインタ・メモリ領域に隣接す
る。この装置はまた、ポインタ値を位置指定するために
ポインタ・メモリを走査するように構成された走査機構
を含む。この装置は、走査機構の動作中にヘッダ値を検
出するように構成されたヘッダ検出機構を含む。この装
置はまた、ヘッダ検出機構に従ってヘッダ構造およびデ
ータ値メモリ領域を越えて前進するように構成された前
進機構を含む。

【００４１】本発明の他の態様では、メモリに結合され
た中央演算処理装置を含み、メモリ内のデータ構造内の
ポインタ値を位置指定するコンピュータ・システムが開
示される。データ構造はヘッダ値を含む。このシステム
は、メモリ内のデータ構造を構成するように構成された
構成機構を含む。構成されたデータ構造内のヘッダ構造
は、ポインタ・メモリ領域とデータ値メモリ領域とを分
離する。ヘッダ構造は、ポインタ値と区別できるヘッダ
値を含む。ヘッダ値はポインタ・メモリ領域に隣接す
る。このシステムはまた、ポインタ値を位置指定するた
めにポインタ・メモリを走査するように構成された走査
機構を含む。このシステムは、走査機構の動作中にヘッ
ダ値を検出するように構成されたヘッダ検出機構を含
む。さらに、このシステムは、ヘッダ検出機構に従って
ヘッダ構造およびデータ値メモリ領域の先に前進するよ
うに構成された前進機構を含む。

【００４２】本発明のさらに他の態様は、コンピュータ
使用可能媒体上に組み込まれ、コンピュータのメモリ内
のインスタンス化オブジェクト・データ構造内のポイン
タ値をコンピュータに位置指定させるコンピュータ・プ
ログラムである。それは記憶媒体に記録される。コンピ
ュータ上で実行されたとき、コンピュータ読取り可能プ
ログラムはは、コンピュータに構成機構、走査機構、ヘ
ッダ検出機構および前進機構を実施させる。これらの各
機構は、上述の装置用の対応する機構と同じ機能を有す
る。

【００４３】本発明の他の態様は、インスタンス化オブ
ジェクト・データ構造を含むメモリである。インスタン
ス化オブジェクト・データ構造は、ポインタ・インスタ
ンス変数を含むポインタ・メモリ領域を含む。ポインタ
・インスタンス変数は、ポインタ値を記憶するために使
用される。メモリ・データ構造はまた、非ポインタ値を
記憶するデータ値メモリ領域を含む。さらに、メモリ・
データ構造は、ポインタ値と区別できるヘッダ値を含む
オブジェクト・ヘッダ構造を含む。ヘッダ値はポインタ
・メモリ領域に隣接する。オブジェクト・ヘッダ領域
は、ポインタ・メモリ領域とデータ値メモリ領域とを分
離する。

【００４４】

【発明の実施の形態】

表記および用語下記の「表記および用語」は、本発明およびその好まし
い実施形態の理解を助けるために与えられている。ノード：ヒープから割り振られるメモリの領域オブジェクト：ノード内に存在するインスタンス化オブ
ジェクト。オブジェクトは一般に、インスタンス変数
と、オブジェクトのメソッドを参照するクラスを指し示
すポインタとを含む。ポインタ：ノードのアドレスとして使用される値。ガー
ベジ収集アルゴリズムは、ノードを指し示すポインタを
見つけることによって、ノードが有効であるかどうかを
判定する。リンク：作成領域へのオフセットと、リンクをポインタ
に関連付ける確認値とで構成されるポインタ等価物。手続き：所望の結果に至る自己完結型ステップ・シーケ
ンス。これらのステップは、物理的数量の物理的処理を
必要とするステップである。通常、このような数量は、
記憶し、転送し、組み合わせ、比較し、その他の方法で
処理することのできる電気信号または磁気信号の形をと
る。このような信号はビット、値、要素、記号、文字、
項、数などと呼ばれる。当業者には、これらの語および
同様な語がすべて、物理的数量に関連するものであり、
このような数量に適用される単に好都合なレベルである
ことが理解されよう。

【００４５】概要コンピュータによって既存の命令コードで実行される処
理は、一般に、人間のオペレータが行う知的動作に関連
付けられた、加算や比較などの語で呼ばれることが多
い。本発明において、本明細書で説明する動作では人間
のオペレータのそのような能力は必要とされない。これ
らの動作は計算器動作である。本発明の動作を実行する
有用な計算器には、プログラム済み汎用ディジタル・コ
ンピュータまたは同様な装置が含まれる。すべてのケー
スで、計算方法は、コンピュータを操作する際の操作方
法とは区別される。本発明は、コンピュータを操作し
て、電気信号またはその他の（たとえば、機械的、化学
的）物理信号を処理し他の所望の物理信号を生成する方
法ステップに関する。

【００４６】本発明は、このような動作を実行する装置
にも関する。この装置は、必要な目的向けに特別に構成
することも、あるいはコンピュータのメモリに記憶され
たコンピュータ・プログラムによって選択的に作動また
は再構成される汎用コンピュータを備えることもでき
る。本明細書に示す手続きは、特定のコンピュータやそ
の他の装置に固有に関係するものではない。特に、様々
な汎用計算器を、本明細書の教示に従って書かれたプロ
グラムと共に使用することができ、あるいは必要な方法
ステップを実行するより専用化された装置を構成する方
が好都合であることもである。このような様々な計算器
に必要な構造は下記の説明から明らかになろう。本発明
は、コンピュータにプログラム済みロジックを実行させ
るプログラムと共にコード化されたコンピュータ読取り
可能な記憶媒体に埋め込むこともできる。

【００４７】当業者には、図においてコンピュータ・メ
モリ・ワード内で特定のビット順序付けが使用されてい
るが、実際のビット順序付けが本発明には無関係である
ことが理解されよう。さらに、当業者には、メモリ内の
データ構造の図が構造の頂部にある下位アドレス・メモ
リから始まり、より上位のアドレス・メモリへ延びてい
ることが理解されよう。

【００４８】動作環境一般参照符号２００で示され、本発明をサポートするよ
うに構成されたコンピュータのいくつかの要素が、図５
に示されている。図５には、中央演算処理装置（ＣＰ
Ｕ）２０３と、メモリ部２０５と、入出力（Ｉ／Ｏ）部
２０７とを有するプロセッサ２０１が示されている。入
出力部２０７は、キーボード２０９と、表示装置２１１
と、ディスク記憶装置２１３と、ＣＤ−ＲＯＭ駆動装置
２１５に接続される。ＣＤ−ＲＯＭ駆動装置２１５は、
通常、プログラムおよびデータ２１９を含む、ＣＤ−Ｒ
ＯＭ媒体２１７を読み取ることができる。ＣＤ−ＲＯＭ
駆動装置２１５ならびにＣＤ−ＲＯＭ媒体２１７と、デ
ィスク記憶装置２１３はファイル記憶機構を備える。そ
のようなコンピュータ・システムは、本発明を具体化す
るアプリケーションを実行することができる。

【００４９】厳密なガーベジ収集アルゴリズムは、ポイ
ンタである値と非ポインタである値とを区別しなければ
ならない。ポインタ値が見つかった後、ヒープ内で、割
振り済みノードを見つけることができる。このようなポ
インタから参照されないヒープの領域は、ガーベジであ
り、スキャビンジ動作によって再利用することができ
る。ポインタ値を見つけるにはコンピュータ資源が必要
であり、したがって、より効率的な機構があれば有利で
ある。

【００５０】本発明の一形態は、ポインタ値をデータ値
から分離する分岐データ構造である。この種のデータ構
造をインスタンス化オブジェクトとして使用すると、デ
ータ構造内でポインタ値を効率的に見つけることができ
る。

【００５１】図６は、インスタンス化オブジェクト・デ
ータ構造３００自体内のポインタ値とデータ値を分離す
るメモリ内の、一般参照符号３００で示されたインスタ
ンス化オブジェクト・データ構造を示す。図６と、デー
タ構造を含む他のすべての図で、メモリ・アドレスは、
構造に沿って下降しながら増加する。インスタンス化オ
ブジェクト・データ構造３００はクラス（図示せず）か
ら導かれる。インスタンス化オブジェクト・データ構造
３００の本体内にオブジェクト・ヘッダ構造３０１が配
置される。オブジェクト・ヘッダ構造３０１は、その第
１のワードをポインタと区別することができるように構
成される（たとえば、このヘッダ値では、ワードの最下
位ビットが１に設定される）。オブジェクト・ヘッダ構
造３０１の前にポインタ・メモリ領域３０３が配置され
る。ポインタ・メモリ領域３０３は、インスタンス化オ
ブジェクト・データ構造３００が使用するポインタ値を
含む。オブジェクト・ヘッダ構造３０１の後にデータ値
メモリ領域３０５が配置され、このデータ値メモリ領域
は、オブジェクトが使用する非ポインタ・データ値を含
む。オブジェクト・ヘッダ構造３０１は、データ値メモ
リ領域３０５のサイズを含み、あるいはこのサイズを導
くために使用することのできるサイズ・フィールド（図
示せず）も含み、あるいは参照する。図６で、インスタ
ンス化オブジェクト・データ構造３００は、サブクラス
のサブクラスから継承されたものである。ベースクラス
のインスタンス変数は、オブジェクト・ヘッダ構造３０
１の最も近くに配置される。ベースクラス非ポインタ・
インスタンス変数領域３０７は、インスタンス化オブジ
ェクト・データ構造３００のベースクラスの非ポインタ
・データ値を記憶するために使用される。ベースクラス
・ポインタ・インスタンス変数領域３０９は、メソッド
手続きアドレスのテーブルを指し示すポインタやヒープ
内の他のノードを指し示すポインタなどインスタンス化
オブジェクト・データ構造３００のベースクラスのポイ
ンタ値を記憶するために使用される。同様に、第１のサ
ブクラス非ポインタ・インスタンス変数領域３１１およ
び第１のサブクラス・ポインタ・インスタンス変数領域
３１３はそれぞれ、ベースクラスの第１のサブクラスの
非ポインタ変数値およびポインタ変数値を記憶する。ｎ
番目のサブクラス非ポインタ・インスタンス変数領域３
１５およびｎ番目のサブクラス・ポインタ・インスタン
ス変数領域３１７についても同様である。ポインタ・デ
ータと非ポインタ・データをこのように分離することは
さらに、第２のサブクラス定義の結果として得られる第
２のサブクラス非ポインタ・インスタンス変数領域３１
９および第２のサブクラス・ポインタ・インスタンス変
数領域３２１によって示される。詳細データ値割振り３
２３は非ポインタ・データ値記憶域を示し、詳細データ
値割振り３２５はポインタ・データ値記憶域を示す。し
たがって、ポインタ変数を見つけることによってヒープ
へのポインタを判定するプロセスは、インスタンス化オ
ブジェクト・データ構造３００内のポインタ値とデータ
値を分離することによって簡略化される。

【００５２】当業者には、ある種のコンパイラは、上記
で開示したオブジェクト構造を生成するように修正する
必要があることが理解されよう。さらに、当業者には、
オブジェクトがデータ構造の特殊な使用法に過ぎず、前
述のデータ構造の基本概念が、区別可能なデータ構造ヘ
ッダの前にポインタを記憶しポインタ・インスタンス変
数の判定を容易にすることであることが理解されよう。
また、当業者には、インスタンス化オブジェクト・デー
タ構造３００内のポインタ・メモリ領域３０３とデータ
値メモリ領域３０５を分離することが、オブジェクト・
ヘッダ構造３０１に対するデータ値メモリ領域３０５内
のインスタンス変数の位置が、最初のクラスのサブクラ
スに基づくすべてのインスタンス化オブジェクトに対し
て一定であることを意味することが理解されよう。この
不変性のためにオブジェクトの解釈が簡略化される。コ
ンパイル済みコードを用いる処理系の場合、この不変性
によって、あるスーパークラス向けにコンパイルされた
コードをそのスーパークラスのサブクラスのインスタン
スに再使用することができるので空間が節約される。

【００５３】図７は、メモリの連続領域内に存在するポ
インタ値を収集するために使用される、一般参照符号３
５０で示されたプロセスを示す。これらの値は後でガー
ベジ収集処理のために使用される。プロセス３５０は、
「開始」ターミナル３５１から始まり、次に「領域のア
ドレスの取出し」手続き３５３に進む。「領域のアドレ
スの取出し」手続き３５３は、ポインタが走査されてい
る領域のアドレスを得て、このアドレスをＰｔｒに記憶
する。このメモリ領域は、領域内の第１のオブジェクト
のポインタ・メモリ領域３０３から始まる。次に、「領
域外」決定手続き３５５によって、Ｐｔｒが領域の終わ
りを越えているかどうかが判定される。Ｐｔｒが領域の
終わりを越えている場合、プロセス３５０は「終了」タ
ーミナル３５７を通じて完了する。そうでない場合、プ
ロセス３５０は、「「Ｔ」をＰｔｒの指し示す値へ設
定」手続き３５９に進み、Ｐｔｒの指し示す位置の値が
「Ｔ」に記憶される。次に、「「Ｔ」のタグの検査」決
定手続き３６１で、プロセス３５０は、「Ｔ」の値がポ
インタであるか、それともオブジェクト・ヘッダ構造３
０１の第１のワードであるかを判定する。好ましい一実
施形態では、この判定は、値の下位ビットを検査し、ポ
インタ・メモリ領域３０３内のポインタ値とオブジェク
ト・ヘッダ構造３０１の第１のワードを区別することに
よって下される。「「Ｔ」のタグの検査」決定手続き３
６１で、「Ｔ」の値がポインタ値であると判定された場
合、プロセス３５０は「「Ｔ」の処理」手続き３６３に
進み、実施形態に応じて、「Ｔ」に記憶されている値
が、後でガーベジ収集プロセスによって処理されるポイ
ンタとして記録され、あるいはただちにガーベジ収集プ
ロセスがそのポインタに適用される。プロセス３５０
は、「Ｐｔｒの前」手続き３６５で、Ｐｔｒをオブジェ
クト内の次の位置を指し示すように前進させる。プロセ
ス３５０は次いで、「「Ｔ」をＰｔｒの指し示す値へ設
定」手続き３５９にループバックし、ポインタ・メモリ
領域３０３へのポインタの記録を継続する。しかし、
「「Ｔ」のタグの検査」決定手続き３６１によって、
「Ｔ」の値がポインタではない（すなわち、「Ｔ」の値
はオブジェクト・ヘッダ構造３０１の第１のワードであ
る）と判定された場合、プロセス３５０は「ポインタを
オブジェクトを越えさせる」手続き３６７に進む。「ポ
インタをオブジェクトを越えさせる」手続き３６７で
は、当技術分野で良く理解されている方法を使用して、
Ｐｔｒがデータ値メモリ領域３０５およびオブジェクト
・ヘッダ構造３０１の残りの部分を越える。

【００５４】当業者には、前述のデータ構造およびプロ
セスが、メモリ領域内のポインタの走査に関して説明し
たものであり、一実施形態では、ポインタによって互い
に関係付けられたノードが追跡され、関係付けられた各
ノードのポインタ・メモリ領域３０３が走査されること
が理解されよう。

【００５５】当業者には、次のオブジェクトに進み参照
セットにポインタを加える多数の技法が存在することも
理解されよう。さらに、当業者には、オブジェクトがデ
ータ構造の特殊な使用法であり、前述の技法がメモリ内
の一般的なデータ構造にも適用されることが理解されよ
う。

【００５６】本発明の他の実施形態は、インスタンス化
オブジェクト内でデータ値と混合されたポインタ値、す
なわち分岐されないデータ構造の収集を最適化すること
によって、オブジェクトの参照セットを判定する際に計
算上の効率を向上させる。図８は、図４のインスタンス
化オブジェクト１７０と同様な、一般参照符号４００で
示されたインスタンス化オブジェクト・データ構造を示
す。インスタンス化オブジェクト・データ構造４００
は、オブジェクト・ヘッダ構造４０１とインスタンス変
数記憶域４０３とを含む。オブジェクト・ヘッダ構造４
０１は、一般参照符号４３０で示されたタグ付けビット
マップを含むクラスを指し示すクラス・ポインタ４０５
を含む。

【００５７】図９は、クラス内に含まれるタグ付けビッ
トマップ４３０を示す。タグ付けビットマップ４３０は
順次バイト・アレイである。各バイトは、インスタンス
化オブジェクト・データ構造４００のインスタンス変数
記憶域４０３内の８つの順次位置のポインタ値と非ポイ
ンタ値を区別する。１バイト内に２５６個の可能な値を
含むことができる。タグ付けビットマップ４３０内の値
は、後述のように２５６個のルーチン・アドレスからな
るテーブルへのインデックスとして働く。これらの値
は、インスタンス変数記憶域４０３内の８つの連続イン
スタンス変数のポインタ・インスタンス変数および非ポ
インタ・インスタンス変数のパターンも表す。たとえ
ば、インスタンス変数記憶域４０３に２０個の値が含ま
れると仮定すると、タグ付けビットマップ４３０には、
第１のエントリ４３１と、第２のエントリ４３３と、第
３のエントリ４３５の３つのエントリが含まれる。さら
に、インスタンス変数記憶域４０３内の第９、第１５、
第２０の値がポインタ値であると仮定すると、第１のエ
ントリ４３１の値は零であり、第２のエントリ４３３の
値は４１（１６進数）であり、第３のエントリ４３５の
値は０８（１６進数）である。

【００５８】図１０は、一般参照符号４５０で示された
ルーチン・ディスパッチ・テーブルを示す。ルーチン・
ディスパッチ・テーブル４５０は、ポインタ、ハンド
ル、または被呼ルーチン(called routine)を呼び出す同
様な手段を含む。各被呼ルーチンは、呼び出されると、
インスタンス変数記憶域４０３内の現変数を指し示すポ
インタを引数として受け取る。ルーチン・ディスパッチ
・テーブル４５０内の第１のエントリ４５１は、インス
タンス変数記憶域４０３内のインスタンス変数を処理し
ない手続きを指し示すポインタを含む。第１のエントリ
４５１は、インスタンス変数記憶域４０３の次の８つの
変数内のポインタを示さないタグ付けビットマップ４３
０内のエントリに対応する。ルーチン・ディスパッチ・
テーブル４５０内の第２のエントリ４５３は、プロセス
ＩＮＤＥＸ（０）４５５に対する被呼ルーチンを指し示
すポインタを含む。この被呼ルーチン４５５は、渡され
た引数の指し示すインスタンス変数記憶域４０３内の変
数のみを処理する。ルーチン・ディスパッチ・テーブル
４５０内の第３のエントリ４５７は、渡された引数の指
し示すインスタンス変数よりも先の第３のインスタンス
変数を処理するに過ぎないプロセスＩＮＤＥＸ（３）４
５９に対する被呼ルーチンを指し示すポインタを含む。
ルーチン・ディスパッチ・テーブル４５０内の第４のエ
ントリ４６１は、プロセスＩＮＤＥＸ（０）およびＩＮ
ＤＥＸ（６）４６３に対する被呼ルーチンを指し示すポ
インタを含む。このルーチン４６３は、渡された引数の
指し示す変数と、渡された引数の指し示す変数よりも先
の第６の変数の両方を処理する。最後に、ルーチン・デ
ィスパッチ・テーブル４５０内の第５のエントリ４６５
は、プロセスＩＮＤＥＸ（０）およびＩＮＤＥＸ（７）
４６７に対する被呼ルーチンを指し示すポインタを含
む。このルーチン４６７は、渡された引数の指し示すイ
ンスタンス変数から始まるすべての８つのインスタンス
変数を処理する。したがって、各被呼ルーチンは、渡さ
れた引数から始まるポインタ・インスタンス変数および
非ポインタ・インスタンス変数のパターンを処理する。

【００５９】被呼ルーチン４５５、４５９、４６３、４
６７は、インスタンス化オブジェクト・データ構造４０
０内の次の最大で８つの変数のポインタを処理するプロ
グラム済みロジックを含む。したがって、ガーベジ収集
手続きは、インスタンス化オブジェクト・データ構造４
００のインスタンス変数記憶域４０３内のポインタを効
率的に処理する。ガーベジ収集手続きは、各変数ごとに
タグを試験するのではなく、ポインタ変数の既知のパタ
ーンを処理する手続きに直接アクセスすることによって
これを行う。したがって、各変数を検査し変数がポイン
タを含むかどうかを判定する従来技術の変数別プロセス
は、各変数を検査せずに８つの既知の変数を一度に処理
する手続きで置き換えられる。

【００６０】被呼ルーチン４５５、４５９、４６３、４
６７を呼び出す呼出し手続きについては後述する。当業
者には、実施形態に応じて、被呼ルーチンと呼出し手続
きのどちらかがポインタをインスタンス変数記憶域４０
３内へ進めることが理解されよう。被呼ルーチン４５
５、４５９、４６３、４６７は、指定されたポインタを
参照セットに加えるか、あるいは指定されたポインタに
対して他のガーベジ収集タスクを実行する。

【００６１】図１１は、インスタンス変数記憶域４０３
内のポインタを処理するために使用される被呼ルーチン
４５５、４５９、４６３、４６７をディスパッチするた
めに使用される呼出し手続きを実施する、一般参照符号
４７０で示されたプロセスを示す。プロセス４７０は、
「開始」ターミナル４７１から始まり、手続き４７３に
進む。手続き４７３は、クラス内に存在するタグ付けビ
ットマップ４３０を指し示すポインタを取り出す。次
に、プロセスは手続き４７５に進み、インスタンス変数
記憶域４０３のサイズを使用することによってタグ付け
ビットマップ４３０内のエントリの数が判定される。次
いで、手続き４７７はインスタンス変数記憶域４０３を
指し示すポインタを初期設定する。次に、プロセス４７
０は、タグ付けビットマップ４３０内のエントリに対し
て反復される反復手続き４７９に進む。プロセス４７０
は、反復手続き４７９が終了した後に「終了」ターミナ
ル４８１を通じて完了する。反復手続き４７９によって
制御される各反復ごとに、「ビットマップ検索」手続き
４８３が、現反復に関してタグ付けビットマップ４３０
からビットマップ・エントリを検索する。次に、ディス
パッチ手続き４８５が、ビットマップ・エントリによっ
てルーチン・ディスパッチ・テーブル４５０へのインデ
ックスを判定し、ポインタをインスタンス変数記憶域４
０３に渡す被呼ルーチンを呼び出す。被呼ルーチンが戻
ると、プロセス４７０は反復手続き４７９を通じて次の
反復に進む。当業者には、被呼手続きでも、あるいは呼
出し手順でも変数ポインタを前進させられることが理解
されよう。

【００６２】本発明の実施形態に応じて、被呼ルーチン
４５５、４５９、４６３、４６７は、指定されたポイン
タに対して、必要に応じてガーベジ収集タスクを実行す
る。当業者には、タグ付けビットマップ４３０の長さを
指定する多数の技法が存在することも理解されよう。こ
れらの技法には、タグ付けビットマップ４３０の長さを
オブジェクトまたはオブジェクトのクラスに入れること
や、タグ付けビットマップ４３０内に長さを含めること
が含まれるが、これらに限らない。さらに、当業者に
は、オブジェクトおよびクラスを実施するときに使用さ
れないデータ構造を含め、前述のデータ構造以外のデー
タ構造に本発明を適用できることが理解されよう。

【００６３】本発明の他の形態は、世代別ガーベジ収集
技法に適用される。前述のように、ハッシュ値は、ノー
ドに関連付けられた有用な準一意整数である。ハッシュ
値はノードに関して一度だけ生成され、ノードの存在期
間にわたって変化しない。多くの場合、そのようなノー
ドはインスタンス化ＯＯＰオブジェクトである。したが
って、オブジェクトは一般に、ハッシュ値用の記憶域
と、オブジェクトのハッシュ値を返すためのＯＯＰ方法
とを備える。当業者には、ノード内のデータ構造を使用
し、データ構造の内容への手続きアクセスを行うことに
よって、同じ機能を実施できることが理解されよう。オ
ブジェクトの存在期間が非常に制限される（すなわち、
大部分のオブジェクトは作成領域で作成され、かつなく
なる）多くのＯＯＰアプリケーションでは、作成領域内
にオブジェクトのハッシュ値を作成するオーバヘッドが
厄介であることを想起されたい。

【００６４】図１２は、一般参照符号５００で示された
作成領域を示す。作成領域５００は、ノード５０３を含
む作成領域５０１を含む。ノード５０３は、割り振られ
た後、ノード・アドレスを有する。このノード・アドレ
スはノード・ポインタ５０５内に含まれる（そうでない
場合、ノード５０３はガーベジになる）。ノード５０３
のハッシュ値は、ノード・アドレスおよび「グローバル
・ハッシュ・オフセット」変数５０７の内容を使用して
求められる。最初、「グローバル・ハッシュ・オフセッ
ト」変数５０７の内容は零に設定される。作成領域５０
１に対するあらゆるスキャビンジ動作の後に、「グロー
バル・ハッシュ・オフセット」変数５０７の内容は、作
成領域５０１のサイズだけ増加される。作成領域５０１
にスキャビンジ動作を適用すると、すべての有効ノード
がヒープ・メモリ（図示せず）の異なる世代領域にコピ
ーされる。したがって、作成領域５０１はスキャビンジ
動作の後に空白になる。ノード５０３のハッシュ値は、
ノード・ポインタ５０５内に含まれるノード・アドレス
を「グローバル・ハッシュ・オフセット」変数５０７の
内容に加えることによって求められる。スキャビンジ動
作時には、コピーされるノードのハッシュ値が算出され
るときでも「グローバル・ハッシュ・オフセット」変数
５０７の値は変化しない。各ハッシュ生成時ではなくス
キャビンジ動作の終わりに「グローバル・ハッシュ・オ
フセット」変数５０７に対するメモリ書込み動作のみが
行われ、多くのメモリ・アクセスが節約される。

【００６５】図１３は、ハッシュ値を生成する、一般参
照符号５１０で示された「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続きを
示す。「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１０は「開始」タ
ーミナル５１１から始まり、決定手続き５１３に進み、
ハッシュ値がオブジェクトに記憶されているかどうかが
判定される。好ましい実施形態では、ハッシュ値を零に
することはできず、したがってオブジェクトを割り振る
と、ハッシュ値インスタンス変数は零に初期設定され
る。ハッシュ値インスタンス変数の内容が零でない場
合、「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１０は「記憶されて
いるハッシュ値を返す」手続き５１５に進み、オブジェ
クトのインスタンス変数からハッシュ値が返され、「ｇ
ｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１０は「終了」ターミナル５
１７を通じて完了する。しかし、決定手続き５１３で、
オブジェクトのハッシュ値インスタンス変数の内容が零
である場合、「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１０は「ハ
ッシュ値の算出およびリターン」手続き５１９に進む。
「ハッシュ値の算出およびリターン」手続き５１９で
は、ノード・ポインタ５０５内に含まれるオブジェクト
のアドレスが、「グローバル・ハッシュ・オフセット」
変数５０７の内容に加えられる。「ハッシュ値の算出お
よびリターン」手続き５１９はこの結果を返す。次に、
「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１０が「終了」ターミナ
ル５１７を通じて完了する。したがって、ハッシュ値を
求める手続きは、ハッシュ値が実際に必要になるまで遅
延される。大部分のノードは、ハッシュ値を得るための
アクセスを受けずに作成領域５０１からなくなるので、
オブジェクト割振りは従来技術の技法よりも効率的であ
る。当業者には、（ノード５０３がＯＯＰオブジェクト
である）ＯＯＰでは、「ｇｅｔ＿ｈａｓｈ」手続き５１
０がオブジェクトに関するＯＯＰメソッドであることが
理解されよう。

【００６６】図１４は、一般参照符号５２０で示された
「作成領域の有効ノードのコピー」手続きを示す。「作
成領域の有効ノードのコピー」手続き５２０では、作成
領域５０１の有効ノードが古い世代ヒープ領域（図示せ
ず）にコピーされる。「作成領域の有効ノードのコピ
ー」手続き５２０は「開始」ターミナル５２１から始ま
り、反復手続き５２３に進み、作成領域５０１内のすべ
ての有効ノードが反復される。すべての有効ノードが反
復された後、プロセスは「ハッシュ・オフセットの更
新」手続き５２５に進み、作成領域５０１のサイズが
「グローバル・ハッシュ・オフセット」変数５０７の内
容に加えられる。次いで、「作成領域の有効ノードのコ
ピー」手続き５２０は「終了」ターミナル５２７を通じ
て完了する。反復手続き５２３の各反復ごとに、「算出
されたハッシュ値を記憶しているオブジェクトのコピ
ー」手続き５３１によって、作成領域のノードが古い世
代にコピーされる。「算出されたハッシュ値を記憶して
いるオブジェクトのコピー」手続き５３１では、ハッシ
ュ値も算出され、かつノードがコピーされている間に、
算出されたハッシュ値が、コピーされるノードに記憶さ
れる。したがって、ノードをコピーするメモリ書込み動
作以外の追加メモリ書込み動作は必要とされない。次い
で、「ポインタ・ブックキーピング」手続き５３３によ
って、ノードの以前の位置を指し示す既存のポインタ
が、現在古い世代に存在しているノードの新しい位置を
指し示すように調整される。次に、「作成領域の有効ノ
ードのコピー」手続き５２０から反復手続き５２３に進
み、次の有効オブジェクトが処理される。したがって、
オブジェクトのハッシュ値を生成するオーバヘッドは、
オブジェクトが古い世代にコピーされ、あるいはオブジ
ェクトが、作成領域５０１に存在している間にハッシュ
値を返すように要求されるまで遅延される。「作成領域
の有効ノードのコピー」手続き５２０と「ｇｅｔ＿ｈａ
ｓｈ」手続き５１０のどちらかが、ハッシュ値を生成す
るハッシュ生成条件をトリガする。

【００６７】本発明は、特にハッシュ値を必要とする存
在期間の短い多数のノードがあるときに従来技術よりも
効率的である。本発明は、「グローバル・ハッシュ・オ
フセット」変数５０７の内容が、従来技術の必要に応じ
て毎ハッシュ値計算時にメモリからロードされメモリに
記憶されるのではなく各スキャビンジ時にしか更新され
ないので効率的である。さらに、オブジェクトにハッシ
ュ値を記憶するのに必要なメモリ書込み動作が、ノード
のそのフィールドをコピーするのに必要なメモリ書込み
動作に置き換わる。したがって、追加オーバヘッド・メ
モリ・アクセスを使用しなくてもハッシュ値がノードに
記憶される。

【００６８】本発明の他の形態は、作成領域のサイズが
ヒープの残りの部分と比べて小さいので有効である。こ
れは、作成領域への限られたフィールド長オフセットに
よって作成領域全体にアクセスできることを意味する。
したがって、１８ビットのワードしか使用せずに１メガ
バイト作成領域内のノードへのリンクを指定することが
できる（４バイト・アドレス可能コンピュータ・アーキ
テクチャ上でのワード整列を仮定する）。ポインタは３
２ビット・コンピュータで３２ビットを使用するが、リ
ンクは作成領域へのワード・インデックスとして１８ビ
ットを使用し、確認値として１４ビットを使用すること
ができる。確認値は、作成領域がスキャビンジされてか
らすべてのポインタ更新およびリンク更新が完了するま
での間の作成領域への非更新アクセスを示すために使用
される。十分に大きなポインタ・サイズのリンクおよび
ポインタが値の最上位ビット（ＭＳＢ）によって区別さ
れると仮定する。ポインタのＭＳＢは零であり、リンク
のＭＳＢは１である。

【００６９】図１５は、ノード６０３を含む作成領域６
０１を有する一般参照符号６００で示されたリンク参照
作成領域を示す。作成領域６０１は、その現スキャビン
ジ動作に関する確認値を含む領域確認値６０５に関連付
けられる。好ましい実施形態はまず、領域確認値６０５
を零に初期設定し、次いで各スキャビンジ動作時に領域
確認値６０５を増分する。リンク６０７は、「リンク・
オフセット」フィールド６０９と「リンク確認」フィー
ルド６１１とを含む。「リンク・オフセット」フィール
ド６０９は、ノード６０３を指定するために使用され
る、作成領域６０１へのオフセットを含む。「リンク確
認」フィールド６１１は、リンク６０７が作成されたと
き（すなわち、ノードが割り振られたとき）の作成領域
６０１に関する確認変数の内容のコピーを含む。ある種
のベース・アドレス６１３は、作成領域６０１の始めの
アドレスを含む。相等性比較（equality comparison ）
６１５は、領域確認値６０５の内容と「リンク確認」フ
ィールド６１１の内容との相等性比較を行う。したがっ
て、ノード６０３を参照するためにリンク６０７が供給
されると、「リンク確認」フィールド６１１の内容と領
域確認値６０５の内容が等しいかどうかが比較される。
領域確認値６０５の内容と「リンク確認」フィールド６
１１の内容が等しい場合、加算演算６１７によって「リ
ンク・オフセット」フィールド６０９と作成ベース・ア
ドレス６１３が加算され、ノード６０３のアドレスが得
られる。しかし、「リンク確認」フィールド６１１と領
域確認値６０５が異なる場合、リンク６０７が構築され
た後に作成領域６０１がスキャビンジされており、した
がって、ノード６０３は作成領域６０１からポインタ参
照ヒープ領域（図示せず）にコピーされている。この場
合、後述のように、ポインタ参照ヒープ領域内のノード
６０３の新しい位置が見つけられリンクがポインタに変
換される。

【００７０】図１６は、一般参照符号６２０で示された
リンク・ポインタ変換テーブルを示す。リンク・ポイン
タ変換テーブル６２０は列の行として構成される。各行
は、作成領域６０１からコピーされたノードに関係する
データを含む。列は、「リンク確認」フィールド６２１
と、「リンク・オフセット」フィールド６２３と、「ノ
ード・ポインタ」フィールド６２５とを含む。「リンク
確認」フィールド６２１は、作成領域６０１内にノード
６０３が作成されたときのノード６０３の確認値を含
む。「リンク・オフセット」フィールド６２３は、作成
領域６０１内にノード６０３が作成されたときのノード
６０３のリンク・オフセット確認値を含む。「ノード・
ポインタ」フィールド６２５は、コピーされたノードを
指し示すポインタ（現アドレス）を含む。したがって、
第１のエントリ６２７は、作成領域６０１の始めからワ
ード・オフセット「１５」の位置に配置され、現在は第
１のエントリ６２７の「ノード・ポインタ」フィールド
６２５で指定された位置に存在する、スキャビンジ
「１」よりも前に作成されたノード「Ａ」にリンクを関
連付けるエントリを含む。同じことが第２のエントリ６
２９にも当てはまるが、ノード「Ｚ」には当てはまらな
い。第３のエントリ６３１は、作成領域６０１の始めか
らワード・オフセット「１５」の位置に配置され、現在
は第３のエントリ６３１の「ノード・ポインタ」フィー
ルド６２５で指定された位置に存在する、スキャビンジ
「１」からスキャビンジ「２」までの間に作成されたノ
ード「Ｗ」にリンクを関連付ける。第１のエントリ６２
７の「リンク・オフセット」フィールド６２３と第３の
エントリ６３１の「リンク・オフセット」フィールド６
２３が同じであることに留意されたい。したがって、ノ
ード「Ａ」とノード「Ｗ」は共に、作成領域６０１の同
じ位置に割り振られているが、それぞれの異なる時間に
割り振られている（「リンク確認」フィールド６２１内
のそれぞれの異なる値で示されている）。当業者には、
このテーブルを具体化する多数の可能な構造が存在する
ことが理解されよう。これらの構造には、制限なしに、
すべてのエントリ用の連続テーブルと、「リンク確認」
フィールド６２１の各値ごとのリンク・テーブルと、当
業者に知られている他の多数の構成が含まれる。

【００７１】図１７は、ノードにリンクが与えられた場
合にそのノードにアクセスするために使用される、一般
参照符号６４０で示されたリンク・アクセス・プロセス
を示す。リンク・アクセス・プロセス６４０は、「開
始」ターミナル６４１から始まり決定手続き６４３に進
み、リンクの「リンク確認」フィールド６１１の内容が
作成領域６０１の領域確認値６０５の内容に一致するか
どうかが判定される。「リンク確認」フィールド６１１
の内容と領域確認値６０５の内容が一致する場合、プロ
セスは「作成領域ノード・アクセス」手続き６４５に進
み、作成領域６０１に記憶されているノードがアクセス
される。このアクセスは、作成ベース・アドレス６１３
に「リンク・オフセット」フィールド６０９を加えてノ
ードを指し示すポインタを構築することによりノードを
指し示すポインタを生成することによって行われる。次
に、リンク・アクセス・プロセス６４０は「終了」ター
ミナル６４７を通じて完了する。しかし、決定手続き６
４３で、「リンク確認」フィールド６１１の内容と領域
確認値６０５の内容が一致しない場合、作成領域からノ
ードがコピーされている。この場合、プロセスは「一致
確認」手続き６４９に進み、リンク・ポインタ変換テー
ブル６２０において、リンク・ポインタ変換テーブル６
２０内の「リンク確認」フィールド６２１と与えられた
リンクの「リンク確認」フィールド６１１との一致が探
索される。一致が見つかった後、リンク・アクセス・プ
ロセス６４０は「一致オフセット」手続き６５１に進
み、リンク・ポインタ変換テーブル６２０の「リンク・
オフセット」フィールド６２３において、「リンク・オ
フセット」フィールド６０９の内容に一致するエントリ
が探索される。リンク・ポインタ変換テーブル６２０内
で一致するエントリが見つかると、リンク・アクセス・
プロセス６４０は「ノード・ポインタ取出し」手続き６
５３に進み、リンク・ポインタ変換テーブル６２０内の
一致するエントリの「ノード・ポインタ」フィールド６
２５から、コピーされたノードを指し示すポインタが検
索される。この検索されたポインタを使用して、ポイン
タ参照ヒープ領域内のコピー済みノードがアクセスされ
る。次に、リンク・アクセス・プロセス６４０は「参照
更新」手続き６５５に進み、参照手続きに、ノードとの
記憶されているリンクを、ノードを指し示すポインタで
置き換えさせることによって、ノード参照がリンク形式
からポインタ形式に更新される。リンク・アクセス・プ
ロセス６４０は「終了」ターミナル６４７を通じて完了
する。

【００７２】当業者には、リンクを使用して作成領域６
０１に存在するノードを参照することによって、スキャ
ビンジ動作のポインタ更新部に割り込めることが理解さ
れよう。したがって、作成領域６０１からコピーされた
ノードに対するすべての参照を完全に更新するために必
要な時間を吸収できないリアルタイム・システムは、ア
プリケーションのリアルタイム性に影響を与えずに、利
用可能な時間内にコピー済みノードに対する参照を部分
的に更新することができる。前述のように、コピー済み
ノードに対するリンク参照が検出され、更新プロセスが
割り込まれる周期中にコピー済みノードに対する直接ポ
インタ参照に変更される。

【００７３】世代別ガーベジ収集技法の主要な利点の１
つは、まだスキャビンジ時に存在しているノードしか調
べないことである。しかし、この利点は、弱いポインタ
を使用する際には失われる。弱いポインタとは、参照さ
れるノードの存在期間に影響を与えずにノードを参照す
るポインタのことである。従来技術のガーベジ収集技法
は弱いポートを直接ポインタとして実施する。したがっ
て、スキャビンジ時には、すべての自由なノードを探索
し、自由なノードに対する弱いポインタ参照がスキャビ
ンジ以後に存在することがなくなるようにしなければな
らない。この探索は、生成ガーベジ収集技法の上述の利
点に影響を及ぼす。

【００７４】しかし、リンクを使用して、参照されるノ
ードの存在期間に影響を与えずにノードを参照する弱い
ポインタを実施することができる。この実施形態では、
スキャビンジ以後に存在するノードしか走査しないとい
う本来の利点が得られる。スキャビンジ以後になくなる
ノードは、リンク・ポインタ変換テーブル内に対応する
エントリを有さない。リンク・ポインタ変換テーブル内
にエントリを有さないリンクはガーベジ収集されたノー
ドに過ぎない。ガーベジを指し示す弱い参照によって、
都合の良いときにガーベジ・ノードを割り振り直すこと
ができる。

【００７５】図１８は、一般参照符号６６０で示された
部分ノード・リストを示す。部分ノード・リスト６６０
は複数のノード記述子６６１、６６３、６６５、６６７
を含む。各ノード記述子は、「次の記述子」ポインタ６
６９、すなわち部分ノード・リスト６６０の次のノード
記述子を指し示すポインタを含む。また、各ノード記述
子は、ヒープ内の有効ノードまたはガーベジ・ノードと
のリンクを含むアクティブ・ノード・リンク６７１を含
む。各ノード記述子は、リンクされたノードに関する追
加情報を含む「ノード情報」フィールド６７３も含む。
この情報は通常、リンクされたノードの状況とサイズか
らなる。ノード記述子６６１は第１のアクティブ・ノー
ド６７５を参照する。同じことが、第２のアクティブ・
ノード６７７、ガーベジ・ノード６７９、第３のアクテ
ィブ・ノード６８１を参照する残りの複数のノード記述
子６６３、６６５、６６７に当てはまる。ガーベジ・ノ
ード６７９はノード記述子６６５によって参照され、直
接ポインタではなくリンクがアクティブ・ノード・リン
ク６８３に記憶されるため、ガーベジ収集プロセスは、
ガーベジ・ノード６７９の存在期間に影響を与えずにガ
ーベジ・ノード６７９を参照することができる。

【００７６】本発明は、カード・マーク付けに関係する
技法も包含する。カード・マーク付けは、ヒープの増大
する領域を示す場合に有用である。ライト・バリア技法
は、どのカードが修正されているかを示し、したがっ
て、検査する必要のあるヒープの量を制限することによ
って修正済みポインタを見つける動作を最適化する助け
となる。カード・マーク付けを使用して、古い世代内の
どのノードが新しい世代を指し示すポインタを含むかを
示すこともできる。したがって、ヒープの特定のカード
付き領域は、それぞれ、特定の目的向けにカスタマイズ
された、複数のマーク付けベクトルを有することができ
る。

【００７７】図１９は、カード付きヒープ・メモリ領域
７０１内のノード参照の位置を判定するために使用され
る、一般参照符号７００で示されたカード・マーク付け
構造を示す。好ましい一実施形態では、ノード参照はノ
ードの始めである。他の好ましい実施形態では、ノード
参照はノードのヘッダである。ガーベジ収集プロセスで
は、ノードに記憶されている情報を使用してカード内の
ポインタを見つけなければならないので、マーク付きカ
ードが与えられた場合、ノードの始めまたはヘッダを判
定することは有用である。このようなポインタはルート
・セットに加えられることが多い。ノード前進値を使用
することによって、カード内の以後のノードが見つけら
れる。このノード前進値がノード参照位置に加えられ、
プロセスは次のノード内のノード参照に進む。下記の議
論では、ノード参照としてノードの始めを使用し、ノー
ド前進値としてノード・サイズを使用する。図１９で
は、カード付きヒープ・メモリ領域７０１内で複数のノ
ード７０３、７０５、７０７、７０９が分散されるよう
に示されている。「ノード開始」ベクトル７１１は、カ
ード付きヒープ・メモリ領域７０１内のどのカードがノ
ードの開始境界を含むかを示す。第１の好ましい実施形
態では、この表示は、「ノード開始」ベクトル７１１内
にカード当たり１ビットで記憶される。したがって、図
１９では、第４のノード７０９の開始境界がカード７１
３内にあるので、「ノード開始」ベクトル７１１内の対
応するエントリ７１５が設定される。カード７１７は開
始境界を含まないので、「ノード開始」ベクトル７１１
内の対応するエントリ７１９はクリアされている。当業
者には、「ノード開始」ベクトル７１１値が、ノード境
界ではなくノード・ヘッダの位置を示すこともできるこ
とが理解されよう。この手法は、図６、７に関連して説
明した分岐データ構造を含むノードと共に使用すること
ができる。

【００７８】関連するカードの始めからカード内の第１
のノード境界までのオフセットを含む、「ノード・オフ
セット」構造７２１に含まれるフィールドが、「ノード
開始」ベクトル７１１内の各ヘッダ・カードに対応す
る。この好ましい実施形態では、このフィールドはバイ
ト・フィールドであり、したがって、カードの長さは最
大で２５６個のアドレス可能なメモリ単位（通常はワー
ド）であってよい。たとえば、カード７１３に関連付け
られた「ノード・オフセット」フィールド７２３は値
「１１２」を含む。したがって、カード７１３の始めか
ら１１２個のワードが第１のノード境界であり、これは
第４のノード７０９の境界である。

【００７９】カード内の第１のノードの始めが見つかっ
た後、その後に続くノードを調べ、ノードがノード・サ
イズと、ノード内のどの変数がポインタを含むかに関す
る表示とを含む場合にポインタを収集することができ
る。したがって、カード内の変更済みポインタまたは新
旧ポインタを示すマーク付きカードが与えられた場合、
プロセスは「ノード開始」ベクトル７１１および「ノー
ド・オフセット」構造７２１を使用して、マーク付きカ
ードと重なり合うノードを迅速に見つけ処理する。

【００８０】図２０は、図１９の「ノード・オフセッ
ト」構造７２１および「ノード開始」ベクトル７１１が
「圧縮ノード・オフセット」構造７３１として組み合わ
される実施形態における、一般参照符号７３０で示され
たカード・マーク付け構造を示す。図２０のカード付き
ヒープ・メモリ領域７０１、第１のノード７０３、第２
のノード７０５、第３のノード７０７、第４のノード７
０９は図１９のものと同じである（カードのサイズを除
く）。この実施形態では、「圧縮ノード・オフセット」
構造７３１は、図１９に示した「ノード開始」ベクトル
７１１の機能と「ノード・オフセット」構造７２１の機
能を組み合わせるバイト・フィールドを含む。この実施
形態の１つの効果は、カードが、図１９のカード・マー
ク付け構造７００とは異なり２５６個以上のアドレス可
能なメモリ単位が許容されるのではなく最大で１２８個
のアドレス可能なメモリ単位（この場合も通常はワー
ド）に制限されることである。この実施形態では、値が
最大で１２７である場合は、あるカードがノード境界を
含むことを示し、そのカード内の第１のノード境界が指
定される。ノード境界を含まないカードは値１２８によ
って示される。ノード・オフセット及びノード境界組合
せインジケータ・フィールド７３３の値が１１２である
場合は、カード７１３がノード境界を含むことを示し、
そのカード内の第１のノード境界が指定される。ノード
・オフセット及びノード境界組合せインジケータ・フィ
ールド７３３の値が１２８である場合は、カード７１７
がノード境界を含まないことを示す。

【００８１】図２１は、一般参照符号７５０で示された
ノード検索プロセスを示す。ノード検索プロセス７５０
は「開始」ターミナル７５１から始まり、「マーク付き
カードのインデックスの取出し」手続き７５３に進む。
「マーク付きカードのインデックスの取出し」手続き７
５３は、ノード内のアドレスを含むポインタを受け取っ
てそのアドレスからカード・インデックスを生成し、あ
るいは単にマーク付きカードのインデックスまたは他の
何らかのカード識別子を受け取る。次いで、「前のカー
ド内のノード境界の検索」手続き７５５で、「ノード開
始」ベクトル７１１がアクセスされ、前のインデックス
開始から、ノード境界を含むカードが見つかるまで、
「ノード開始」ベクトル７１１が走査される。当業者に
は、カードを修正するのではなくノード境界を含むカー
ドにマーク付けするライト・バリア処理系に対して「前
のカード内のノード境界の検索」手続き７５５をどのよ
うに修正すればよいかが理解されよう。次いで、ノード
検索プロセス７５０は、「カード内の第１のノード境界
へのオフセットの取出し」手続き７５７に進み、カード
内の第１のノードの境界の関連するオフセットが検索さ
れる。次いで、「順方向走査による関連ノードの検索」
手続き７５９によって、マーク付きカードと交差するノ
ードが見つかるまでノードが順方向に追跡される。次
に、「ノード処理」手続き７６１で、ノード内のポイン
タが処理される。その後に続くカード内のポインタも処
理される。最後に、ノード検索プロセス７５０は「終
了」ターミナル７６３を通じて完了する。

【００８２】したがって、カード付きメモリ領域内のア
ドレスまたはカード・インデックスが与えられた場合、
本発明は、マーク付きカードに関係するポインタを含む
ノードを迅速に見つける。

【００８３】上記で図３に関して説明したように、カー
ド・マーク付けを世代別ガーベジ収集アルゴリズムと共
に使用するときの１つの目標は、ヒープの作成領域内の
オブジェクトを参照しないヒープのコピーされた世代領
域内のオブジェクトをスキップすることである。しか
し、この目標は、古い世代内のそのようなノードの密度
が、大部分のカードがマーク付けられるほど高い場合に
は失われる。

【００８４】本発明の好ましい実施形態の効果を図２２
に示す。本発明の好ましい実施形態は、スキャビンジ時
に、新しい世代を指し示すポインタを含むノードがロー
カライズされるように古い世代を再順序付けする。

【００８５】図２２は、図３に示した「カード・マーク
付け構造」１４０に対する本発明の動作の結果として得
られる一般参照符号８００で示したカード・マーク付け
構造を示す。ヒープ８０１の新しい領域は少なくとも１
つのノード８０３、８０５、８０７を含む。ヒープ８０
９の古い世代領域は複数のカード８１１、８１３として
セグメント化される。カード８１１はカード・マーカ８
１５に関連付けられ、カード８１３はカード・マーカ８
１７に関連付けられる。カード境界８１９はカード８１
１の終わりおよびカード８１３の始めを示す。ヒープ８
０９の古い世代領域は、「ノードＥ」８２３と「ノード
Ｃ」８２５とを含め「いくつかのノード（Ａないし
Ｆ）」８２１を含む。カード・マーク付け構造８００
で、「ノードＥ」８２３はノード８０５を指し示すポイ
ンタを含み、「ノードＣ」８２５はヒープ８０１の新し
い領域内のノード８０３を指し示すポインタを含む。カ
ード８１１内のノードがヒープ８０１の新しい領域を参
照するので、カード・マーカ８１５がマーク付けされて
いる。この例では、「ノードＥ」８２３と「ノードＣ」
８２５が共にヒープ８０１の新しい領域を参照する。カ
ード８１３内のノードはヒープ８０１の新しい領域を参
照しないので、カード・マーカ８１７はマーク付けされ
ていない。したがって、カード・マーク付けの目標は、
ヒープ８０１の新しい領域を指し示すポインタを含むヒ
ープ８０９の古い世代領域内のノードをローカライズす
ることによって達成される。

【００８６】図２３は、一般参照符号８５０で示された
ノード収集プロセスを示す。ノード収集プロセス８５０
は「開始」ターミナル８５１から始まり、反復手続き８
５３に進む。反復手続き８５３は、収集中の世代のすべ
てのマーク付きカードに対して反復される。「ポインタ
・ノード収集」手続き８５５で、新しい世代を指し示す
ポインタを含む各ノードまたは部分ノードが収集され
る。当業者は、カード境界を横切るノードを処理するこ
とができる。「非ポインタ・ノード記憶」手続き８５７
で、新しい世代を指し示すポインタを有さないカード内
の各ノードが記憶される。プロセスは、すべてのマーク
付きカードが処理されるまで反復手続き８５３を繰り返
す。したがって、図２２に示したように、新しい世代を
指し示すポインタを有する世代内のすべてのノードがメ
モリ内でローカライズされる。当業者には、この収集手
続きによって、コピーされた世代の適切なカードがマー
ク付けされることが理解されよう。次に、プロセスは
「記憶されたノードの収集」手続き８５９に進み、「非
ポインタ・ノード記憶」手続き８５７中に記憶されたノ
ードが収集される。このようなノードは、新しい世代を
指し示すポインタを含まず、したがってコピーされた世
代領域へ転送するだけでよい。次に、反復手続き８６１
で、あらゆる未マーク・カードが調べられる。未マーク
・カード内の各ノードは、「カード内のノードの収集」
手続き８６３によって収集される。プロセスは、すべて
の未マーク・カードが処理されるまで反復手続き８６１
を繰り返す。最後に、プロセスは「終了」ターミナル８
６５を通じて完了し、図２２のカード・マーク付け構造
８００が残る。

【００８７】カード・マーク付きヒープ内のポインタを
見つける際の効率を高める他の方法は、ポインタを含む
データ構造に関する追加情報を与えることである。特
に、この追加情報は、データ構造のアレイへのインデッ
クスとしてループ制御変数を使用するプログラム・ルー
プによってデータ構造内のどの変数が変更されているか
を指定する。さらに、本発明は、ポインタ値のポインタ
・アレイへの割当動作に関連付けられたライト・バリア
命令を、ループの反復部分内から移動させることによっ
て、ループの効率を高める。したがって、本発明のこの
形態は、カード・マーク付きヒープ内のポインタ・アレ
イに値を割り当てる際にプログラムの実行速度を向上さ
せる。本発明の他の形態は、カード・マーク付きヒープ
内の修正済みポインタを見つけるガーベジ収集動作の効
率を高める。

【００８８】図２４は、カード・マーク付きヒープ９０
１を有する、一般参照符号９００で示されたメモリのカ
ード・マーク付き領域を示す。カード・マーク付きヒー
プ９０１は、カード９０５内に始めを有するポインタ・
アレイ構造９０３を含む。ポインタ・アレイ構造９０３
内のあるポインタ値がループの実行時に修正されている
ので、カード・マーカ９０７は後述のようにマーク付け
される。

【００８９】図２５は、一般参照符号９１０で示された
ポインタ・アレイ構造を示す。ポインタ・アレイ構造９
１０はアレイ・ヘッダ９１１とアレイ・データ領域９１
２とを含む。アレイ・ヘッダ９１１は、アレイ・データ
領域９１２内に含まれるポインタ・データをパラメータ
化するために使用され、「最初」フィールド９１３と
「最後」フィールド９１５と、「ストライド」フィール
ド９１７と、「ポインタ・アレイ初期設定」フィールド
９１９とを含む。アレイ・データ領域９１２は、ポイン
タ・アレイ構造９１０内の他のポインタ要素を囲む「最
初アレイ・ポインタ」要素９２１と「最後アレイ・ポイ
ンタ」要素９２３とを含む。「最初」フィールド９１３
は、アレイ・データ領域９１２内で最初に変更された要
素のインデックスを含む。「最後」フィールド９１５
は、アレイ・データ領域９１２内で最後に変更された要
素のインデックスを含む。「ストライド」フィールド９
１７は、アレイ・データ領域９１２内の変更された各要
素間のストライドを含む。「ポインタ・アレイ初期設
定」フィールド９１９は「最初」フィールド９１３の初
期値を含む。「ポインタ・アレイ初期設定」フィールド
９１９内の情報は、カード・マーク付きヒープ９０１に
対するスキャビンジ動作が完了した後に「最初」フィー
ルド９１３をリセットするために使用される。「最初」
フィールド９１３の初期値は最大アレイ・インデックス
である。「最後」フィールド９１５の初期値は零であ
る。「ストライド」フィールド９１７の初期値も零であ
る。これらのフィールドは、スキャビンジ動作後にそれ
ぞれの初期値にリセットされる。

【００９０】「Ｃ」の「ｆｏｒ」文（および他のプログ
ラミング言語の同様なループ文）は、開始インデックス
と、終了インデックスと、ストライドとを含む。「ｆｏ
ｒ」文は開始インデックスを制御変数に割り当てる。ス
トライドは、制御変数が終了インデックスに達するまで
「ｆｏｒ」文の各反復時にこの制御変数に追加され、制
御変数が終了インデックスに達した時点で「ｆｏｒ」文
が完了する。したがって、そのような反復文内の制御変
数でインデックス付けされたポインタ・アレイ構造９１
０の要素にポインタを割り当てると、ポインタ・アレイ
構造９１０内でポインタ割当パターンが形成される。こ
のパターンは、ヒープにおいてポインタを走査する際に
ガーベジ収集アルゴリズムによって使用される。当業者
には、本発明が、「ｆｏｒ」文だけでなく一般的なルー
プ構造にも有用であることが理解されよう。

【００９１】図２６は、ポインタ・アレイ構造９１０に
アクセスするループに対してアレイ・ヘッダ９１１を動
的に修正するために実行プログラムによって使用され
る、一般参照符号９３０で示された「ポインタ・アレイ
・マーク付け」プロセスを示す。このプロセスの初期開
始条件は、ポインタ・アレイ構造９１０が存在し、アレ
イ・ヘッダ９１１が初期設定されており、場合によって
はポインタ・アレイ構造９１０に対する前のループ動作
によって修正されていることである。「ポインタ・アレ
イ・マーク付け」プロセス９３０では、アレイ・ヘッダ
９１１の初期値から得られる「Ａ．最初、Ａ．最後、
Ａ．ストライド」の値を含む「Ａ」変数と、ポインタ割
当の現在のループのパターンから得られる「Ｃ．最初、
Ｃ．最後、Ｃ．ストライド」の値を含む「Ｃ」変数と、
「Ａ」変数と「Ｃ」変数をマージした結果として得られ
る「Ｍ．最初、Ｍ．最後、Ｍ．ストライド」の値を含む
「Ｍ」変数の３つの変数を使用する。「Ａ」変数はアレ
イ・ヘッダ９１１に過ぎない。「Ｍ」変数は最終的に、
「ポインタ・アレイ・マーク付け」プロセス９３０中に
アレイ・ヘッダ９１１に記憶される。

【００９２】「ポインタ・アレイ・マーク付け」プロセ
ス９３０は「開始」ターミナル９３１から始まり、「Ｃ
初期設定」手続き９３２に進む。「Ｃ初期設定」手続き
９３２では、現ループが使用する開始インデックス、終
了インデックス、ストライドが変数「Ｃ」に記憶され
る。次に、「ヒープ非整合マーク付け」手続き９３３
で、ポインタ・アレイ構造９１０を含むヒープ領域に非
整合のマークが付けられる。ヒープ領域に非整合のマー
クを付けると、ガーベジ収集プロセスが、ループの実行
中に領域のスキャビンジを試みることはなくなる。「ヒ
ープ非整合マーク付け」手続き９３３ではまた、ヒープ
に非整合のマークが付けられた後、カード・マーカ９０
７が、カード９０５から始まるポインタ・アレイ構造９
０３内のあるポインタ位置が修正されたことを示すよう
に設定される。次に、「Ｍ．最初」手続き９３５によっ
て、Ｍ．最初がＡ．最初およびＣ．最初の最小値に設定
される。次いで、「Ｍ．最後」手続き９３７によって、
Ｍ．最後がＡ．最後およびＣ．最後の最大値に設定され
る。「ポインタ・アレイ・マーク付け」プロセス９３０
は決定手続き９３９に進み、Ａ．ストライドの値がＣ．
ストライドの値に等しくないかどうかが検出される。こ
れらの値が等しくない場合、「ポインタ・アレイ・マー
ク付け」プロセス９３０は「Ｍ．ストライドを１に設
定」手続き９４１に進み、Ｍ．ストライドが値「１」に
初期設定される。そうでない場合、「ポインタ・アレイ
・マーク付け」プロセス９３０は「Ｍ．ストライドを
Ａ．ストライドに設定」手続き９４３に進み、Ｍ．スト
ライドがＡ．ストライドの値に初期設定される。「Ｍ．
ストライドを１に設定」手続き９４１が実行されるか、
それとも「Ｍ．ストライドをＡ．ストライドに設定」手
続き９４３が実行されるかにかかわらず、「ポインタ・
アレイ・マーク付け」プロセス９３０はループ手続き９
４５に進む。ループ手続き９４５では、ポインタ・アレ
イ構造９１０に対するループ動作が行われる。次に、
「Ａの更新」手続き９４７によって、「Ｍ」変数内の修
正済み値が再びアレイ・ヘッダ９１１に記憶される。当
業者には、ループ手続き９４５を実行する前に「Ａの更
新」手続き９４７を実行しておくことができることが理
解されよう。次いで、「ヒープ整合マーク付け」手続き
９４９によって、ガーベジ収集プロセスが領域をスキャ
ビンジできるようにヒープに整合のマークが付けられ
る。最後に、「ポインタ・アレイ・マーク付け」プロセ
ス９３０は「終了」ターミナル９５１を通じて完了す
る。当業者には、ポインタ・アレイ構造９１０にポイン
タを割り当てる複数のループによってアレイ・ヘッダ９
１１が動的に更新され、それによって、スキャビンジ動
作間にアレイ・データ領域９１２内のどの要素が修正さ
れたかがパラメータ化されることが理解されよう。

【００９３】図２７は、一般参照符号９６０で示された
コンパイラ最適化プロセスを示す。コンパイラ最適化プ
ロセス９６０は、コンパイラの最適化フェーズ中に実行
される。このプロセスでは、図２６で説明した「ポイン
タ・アレイ・マーク付け」プロセス９３０が、下限と上
限とを有するアレイにアクセスするために使用される一
般に使用されているいくつかのループに対して修正され
る。このループは、Ｃ．最初、Ｃ．最後、Ｃ．ストライ
ドの各記述子を有する。コンパイラ最適化プロセス９６
０は「開始」ターミナル９６１から始まり決定手続き９
６３に進み、Ｃ．最初が、アクセス中のアレイの下限
（Ａ．下限）と比較される。ループがアクセスしている
アレイの第１の要素がアレイの第１の要素と同じである
場合、コンパイラ最適化プロセス９６０は「ステップ７
３５の最適化」手続き９６５に進み、Ｍ．最初をアレイ
の下限（Ａ．下限）に設定し、したがって未最適化最小
値演算を簡単な割当に低減するターゲット・アプリケー
ション用のコードが生成される。決定手続き９６３の結
果にかかわらずに、コンパイラ最適化プロセス９６０は
決定手続き９６７に進み、Ｃ．最後が、アクセス中のア
レイの上限（Ａ．上限）と比較される。ループがアクセ
スしているアレイの最後の要素がアレイの最後の要素と
同じである場合、コンパイラ最適化プロセス９６０は
「ステップ７３７の最適化」手続き９６９に進み、Ｍ．
最後をアレイの上限（Ａ．上限）に設定し、したがって
未最適化最大値演算を簡単な割当に低減するターゲット
・アプリケーション用のコードが生成される。決定手続
き９６７の結果にかかわらずに、コンパイラ最適化プロ
セス９６０は決定手続き９７１に進み、Ｃ．ストライド
が値１と比較される。Ｃ．ストライドが値１に等しい場
合、コンパイラ最適化プロセス９６０は「ステップ７３
９ないし７４３の最適化」手続き９７３に進み、ステッ
プ７３９、７４１、７４３を使用するのではなくＭ．ス
トライドの値を値１に設定し、したがって「ポインタ・
アレイ・マーク付け」プロセス９３０を最適化するター
ゲット・アプリケーション用のコードが生成される。決
定手続き９７１の結果にかかわらずに、コンパイラ最適
化プロセス９６０は「終了」ターミナル９７５を通じて
完了する。

【００９４】図２８は、一般参照符号９８０で示された
アレイ・スキャビンジ・プロセスを示す。アレイ・スキ
ャビンジ・プロセス９８０は、ガーベジ収集プロセスに
よって修正済みポインタ・アレイを含むカードが検出さ
れているときに「開始」ターミナル９８１から始まる。
アレイ・スキャビンジ・プロセス９８０は、ポインタ・
アレイ構造９１０を指し示すポインタを受け取り、「ル
ープ初期設定」手続き９８３に進む。「ループ初期設
定」手続き９８３では、ポインタ・アレイ構造９１０内
の修正済みポインタに関する情報がアレイ・ヘッダ９１
１から検索される。次に、アレイ・ヘッダ９１１によっ
て指定されたポインタに対して「アレイに対するルー
プ」手続き９８５が繰り返される。「アレイに対するル
ープ」手続き９８７が完了すると、アレイ・スキャビン
ジ・プロセス９８０は「アレイ・ヘッダ・リセット」手
続き９８７に進み、アレイ・ヘッダ９１１内のフィール
ドが初期状態にリセットされる。この時点で、カード・
マーカ９０７もクリアされ、ポインタ・アレイ構造９１
０内に未処理のポインタ修正がないことが示される。ア
レイ・スキャビンジ・プロセス９８０は次いで、「終
了」ターミナル９８９を通じて完了する。「アレイに対
するループ」手続き９８５の各反復では「ポインタ処
理」手続き９９１が実行され、ガーベジ収集アルゴリズ
ムの要件に応じて、反復されたポインタが処理される。

【００９５】カード付きヒープ・メモリのカード・マー
ク付けメモリは、カード付きヒープ・メモリ領域自体よ
りもずっと小さい。しかし、大形のカード付きヒープ・
メモリのカード・マーク付けメモリを走査するオーバヘ
ッドは非常に高くなる恐れがある。このオーバヘッド
は、カード・マーク付けメモリの一部しか走査しなくて
よい場合には低減される。本発明の一形態は、カード・
マーク付けメモリをいくつかのセクションに関連付け
る。これらのセクションは、そのセクションによって制
御されるカード・マーカがマーク付けされていることを
示すようにフラグ付けされる。フラグ付けされたセクシ
ョン内のカード・マーカのみが走査される。

【００９６】図２９は、複数のカード１００３、１００
５、１００７、１００９を含むカード付きヒープ・メモ
リ領域１００１を含む、一般参照符号１０００で示され
たカード・マーク付け構造を示す。第１の修正済みカー
ド１００３および第２の修正済みカード１００５は、最
後のスキャビンジ動作の後に続く書込み動作のターゲッ
トである。第１の未修正カード１００７および第２の未
修正カード１００９は、最後のスキャビンジの後に続く
書込み動作を受けていない。カード付きヒープ・メモリ
領域１００１は、カード・ベクトル１０１１、すなわち
カード・マーク付けメモリに関連付けられる。カード・
ベクトル１０１１はセクション・ベクトル１０１３に関
連付けられる。セクション・ベクトル１０１３はセクシ
ョン「Ｚ」エントリ１０１５とセクション「Ｚ＋１」エ
ントリ１０１７とを含む。

【００９７】カード・ベクトル１０１１は、第１のマー
ク付きカード・マーカ１０１９と、第２のマーク付きカ
ード・マーカ１０２１と、第１の未マーク・カード・マ
ーカ１０２３とを含む。第１のマーク付きカード・マー
カ１０１９は第１の修正済みカード１００３に関連付け
られる。第２のマーク付きカード・マーカ１０２１は第
２の修正済みカード１００５に関連付けられる。第１の
未マーク・カード・マーカ１０２３は第１の未修正カー
ド１００７に関連付けられる。

【００９８】「セクション「Ｚ」」エントリ１０１５は
カード・ベクトル１０１１の「セクションＺ」部１０２
５に関連付けられる。「セクション「Ｚ＋１」」エント
リ１０１７は、第２の未修正カード１００９に関連付け
られた第２の未マーク・カード・マーカ１０２９を含む
カード・ベクトル１０１１の「セクション「Ｚ＋１」」
部１０２７に関連付けられる。

【００９９】したがって、カード付きヒープ・メモリ領
域１００１のサイズが２²⁶ワードであり、各カードのサ
イズが２⁸ワードであると仮定すると、カード・ベクト
ル１０１１のサイズは２¹⁸バイトである。セクション・
ベクトル１０１３内の各セクションが２¹²バイトをカバ
ーすると仮定すると、カード付きヒープ・メモリ領域１
００１をカバーするのに必要なセクションは２⁶個に過
ぎない。したがって、修正される可能性の高いメモリが
ローカライズされるようにカード付きヒープ・メモリ領
域１００１を構成する場合、そのセクションに関連付け
られたカードがマーク付けされていることを示すように
フラグ付けされたセクションのセクション・ベクトル１
０１３を最初に走査することによって、かなりの処理時
間を節約することができる。

【０１００】図３０は、一般参照符号１０３０で示され
たセクション構造を示す。セクション構造１０３０はセ
クション・ベクトル１０１３内の各セクション（「セク
ション「Ｚ」」エントリ１０１５など）に関連付けられ
る。「セクションＲ／Ｗ状況」フィールド１０３１は、
セクションの読取り−書込み状況を含む。「セクション
Ｒ／Ｗ状況」フィールド１０３１の内容は読取り−書込
みと読取り専用のどちらかである。「セクションＲ／Ｗ
状況」フィールド１０３１は、このセクションに関する
カード・ベクトル１０１１の部分に関連付けられたカー
ド付きヒープ・メモリ領域１００１の内容がめったに作
成領域を参照しないと考えられる場合には読取り専用状
況を含む。この読取り専用属性は、セクション構造１０
３０によって制御されるカード・ベクトル１０１１の部
分に対するハードウェアによってサポートされる読取り
専用保護に関連付けられる。したがって、カード付きメ
モリへの書込み動作時にライト・バリアがカードにマー
ク付けしようとすると、カード・マーカへの書込み動作
はハードウェアによってトラップされる。その場合、ハ
ードウェアはメモリ・アクセス障害を示す。後述のよう
に、本発明は、書込みが試みられたという通知を受け、
セクション構造１０３０に対する動作を実行し、「セク
ションＲ／Ｗ状況」フィールド１０３１を読取り−書込
みとマーク付けし、セクション構造１０３０によって制
御されるカード・ベクトル１０１１の部分への書込みア
クセスをイネーブルする。ガーベジ収集プロセスでは、
読取り−書込み状況を含む「セクションＲ／Ｗ状況」フ
ィールド１０３１を有するセクションのセクション・ベ
クトル１０１３が走査される。「セクションＲ／Ｗ状
況」フィールド１０３１は読取り専用状況を含む場合、
ガーベジ収集プロセスでは、セクション構造１０３０に
よって制御されるカード・ベクトル１０１１の部分は調
べられず、したがってガーベジ収集プロセス中の時間が
節約される。セクション構造１０３０は、セクション構
造１０３０に関連付けられたメモリが最後に修正された
のはいつかを示す「最終修正時間」フィールド１０３３
も含む。本発明の好ましい実施形態では、「最終修正時
間」フィールド１０３３はスキャビンジ・サイクルに対
するものである。「セクション内の最初のカードを指し
示すポインタ」フィールド１０３５とは、セクション構
造１０３０に関連付けられたカード・ベクトル１０１１
内の第１のカード・マーカを指し示すポインタである。
「セクション内のカード数」フィールド１０３７は、セ
クション構造１０３０によって制御されるカードの数を
含む。「カウント・ダウン・タイマ」フィールド１０３
９は、毎スキャビンジ動作後に減分されるカウントダウ
ン・タイマを含む。

【０１０１】図３１は、一般参照符号１０５０で示され
た「セクション・マーク付け」プロセスを示す。「セク
ション・マーク付け」プロセス１０５０は「開始」ター
ミナル１０５１から始まり「メモリ修正」手続き１０５
３に進み、カード内のメモリ位置が修正される。ライト
・バリアの一部として、「セクション・マーク付け」プ
ロセス１０５０は「カード修正」手続き１０５５でカー
ド・ベクトル１０１１を更新しようとする。カード・ベ
クトル１０１１内のカード・マーカが読取り−書込みで
ある場合、「メモリ保護」プロセス１０５７によって書
込み動作が完了し、したがってカード・マーカがマーク
付けされる。次に、「セクション・マーク付け」プロセ
ス１０５０は「終了」ターミナル１０５９を通じて完了
する。しかし、カード・ベクトル１０１１内のカード・
マーカが読取り専用である場合、「メモリ保護」プロセ
ス１０５７は、書込み動作が禁止されていることを検出
し、障害を示す。障害処理は「障害」ターミナル１０６
１から始まり「メモリ障害オーバヘッド」手続き１０６
３に進み、障害オーバヘッド関連手続きが実行される。
次いで、「書込み動作イネーブル」手続き１０６５によ
って、ターゲット・カード・マーカを含むカード・ベク
トル１０１１の部分の保護が読取り専用から読取り−書
込みに変更される。次に、「書込み動作完了」手続き１
０６７によって、カード・マーカに対するすでに障害が
発生している書込み動作が完了する。次いで、「セクシ
ョン構造更新」手続き１０６９によって、セクション構
造１０３０がダーティであるため次のスキャビンジ動作
時に走査しなければならないことを示すように「セクシ
ョンＲ／Ｗ状況」フィールド１０３１を更新する。最後
に、障害処理が「リターン」ターミナル１０７１を通じ
て完了し、「セクション・マーク付け」プロセス１０５
０が「終了」ターミナル１０５９を通じて完了する。

【０１０２】図３２は、一般参照符号１０８０で示され
た「セクション収集」プロセスを示す。「セクション収
集」プロセス１０８０は「開始」ターミナル１０８１か
ら始まり反復手続き１０８３に進む。反復手続き１０８
３はセクション・ベクトル１０１３内のすべてのセクシ
ョンにわたって反復される。セクション・ベクトル１０
１３内の最後のセクションが処理された後、「セクショ
ン収集」プロセス１０８０は「終了」ターミナル１０８
５を通じて完了する。反復手続き１０８３の各反復時
に、決定手続き１０８７によって、「セクションＲ／Ｗ
状況」フィールド１０３１が読取り専用ではなく読取り
−書込みであるかどうかが判定される。「セクションＲ
／Ｗ状況」フィールド１０３１が読取り−書込みではな
い場合、「セクション収集」プロセス１０８０は反復手
続き１０８３の次の反復に進み、カード・ベクトル１０
１１の部分の各カード・マーカを無視する。しかし、
「セクションＲ／Ｗ状況」フィールド１０３１が読取り
−書込みである場合、プロセスは、反復されるセクショ
ンによって制御されるカード・ベクトル１０１１の部分
内の各カード・マーカに対して反復される反復手続き１
０８９に進む。各カードが「カード処理」手続き１０９
１によって処理され、その反復されるカードに対してス
キャビンジ関連動作が実行される。この処理時には、セ
クション内のカード・マーカがマーク付けされている場
合にフラグがセットされる。反復されるセクション内の
すべてのカードが処理された後、プロセスは決定手続き
１０９３に進み、反復されるセクション内にマーク付け
されているカード・マーカがあったかどうかが判定され
る。マーク付けされているカード・マーカがあった場
合、「セクション収集」プロセス１０８０は「タイマ・
リセット」手続き１０９５に進み、「カウントダウン・
タイマ」フィールド１０３９がリセットされ、セクショ
ン構造１０３０の「最終修正時間」フィールド１０３３
に現スキャビンジ動作時間が格納される。次に、「セク
ション収集」プロセス１０８０は反復手続き１０８３に
進み、次のセクションを処理する。しかし、決定手続き
１０９３で、反復されるセクション内にマーク付けされ
ているカード・マーカがなかった場合、「セクション収
集」プロセス１０８０は「タイマ減分」手続き１０９７
に進み、「カウント・ダウン・タイマ」フィールド１０
３９に記憶されている値が減分される。次に「タイマ検
査決定」手続き１０９８で、「カウント・ダウン・タイ
マ」フィールド１０３９の値が零であるかどうかが試験
される。「カウント・ダウン・タイマ」フィールド１０
３９が零ではない場合、「セクション収集」プロセス１
０８０は反復手続き１０８３に進み、次のセクションを
処理する。「カウント・ダウン・タイマ」フィールド１
０３９が零である場合、「セクションを読取り専用に設
定する」手続き１０９９では、カード・ベクトル１０１
１のそのセクションに書込み動作を試みると障害が発生
するようにメモリ保護ハードウェアが読取り専用に設定
される。「セクションを読取り専用に設定する」手続き
１０９９では、現セクション構造の「セクションＲ／Ｗ
状況」フィールド１０３１も読取り専用に設定される。
次に、「セクション収集」プロセス１０８０は反復手続
き１０８３に進み、次のセクション構造を処理する。

【０１０３】当業者には、前述の本発明が、単にポイン
タ値に関して走査することのできるデータ構造と、ＯＯ
Ｐ環境でのインスタンス化オブジェクトの形態を簡略化
するデータ構造の両方を与える方法、システム、装置、
プログラミング製品を教示するものであることが理解さ
れよう。

【０１０４】本発明を現在好ましい実施形態に関して説
明したが、当業者には、本発明の範囲から逸脱せずに様
々な修正および変形を加えられることが理解されよう。
したがって、本発明の範囲は、本明細書で論じる本発明
の特定の実施形態に限らず、添付の特許請求の範囲およ
びその等価物によってのみ定義すべきである。

【図面の簡単な説明】

【図１】オブジェクト指向インスタンス化オブジェクト
に関するヒープ収集、カード・マーク付け、サンプル・
メモリ構造の従来技術の形態を示す図である。

【図２】オブジェクト指向インスタンス化オブジェクト
に関するヒープ収集、カード・マーク付け、サンプル・
メモリ構造の他の従来技術の形態を示す図である。

【図３】オブジェクト指向インスタンス化オブジェクト
に関するヒープ収集、カード・マーク付け、サンプル・
メモリ構造の他の従来技術の形態を示す図である。

【図４】オブジェクト指向インスタンス化オブジェクト
に関するヒープ収集、カード・マーク付け、サンプル・
メモリ構造の他の従来技術の形態を示す図である。

【図５】好ましい実施形態によって本発明を使用するこ
とのできるコンピュータ・システムを示す図である。

【図６】第１の好ましい実施形態による、メモリ内のデ
ータ構造と、このデータ構造を使用してポインタを見つ
けるプロセスを示す図である。

【図７】第１の好ましい実施形態による、メモリ内のデ
ータ構造と、このデータ構造を使用してポインタを見つ
けるプロセスを示す図である。

【図８】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ構
造とこのデータ構造を使用してインスタンス化オブジェ
クト内のポインタを処理するプロセスを示す図である。

【図９】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ構
造とこのデータ構造を使用してインスタンス化オブジェ
クト内のポインタを処理するプロセスを示す図である。

【図１０】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造とこのデータ構造を使用してインスタンス化オブジ
ェクト内のポインタを処理するプロセスを示す図であ
る。

【図１１】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造とこのデータ構造を使用してインスタンス化オブジ
ェクト内のポインタを処理するプロセスを示す図であ
る。

【図１２】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してハッシュ値を初期設
定するプロセスを示す図である。

【図１３】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してハッシュ値を初期設
定するプロセスを示す図である。

【図１４】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してハッシュ値を初期設
定するプロセスを示す図である。

【図１５】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してノードとのリンクを
作成し使用するプロセスを示す図である。

【図１６】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してノードとのリンクを
作成し使用するプロセスを示す図である。

【図１７】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してノードとのリンクを
作成し使用するプロセスを示す図である。

【図１８】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してノードとのリンクを
作成し使用するプロセスを示す図である。

【図１９】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してカード付きメモリ領
域内のノードを見つけるプロセスを示す図である。

【図２０】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してカード付きメモリ領
域内のノードを見つけるプロセスを示す図である。

【図２１】好ましい実施形態による、メモリ内のデータ
構造と、このデータ構造を使用してカード付きメモリ領
域内のノードを見つけるプロセスを示す図である。

【図２２】好ましい実施形態による、コピーされたヒー
プ領域のカード・マーク付けを示す図である。

【図２３】好ましい実施形態による、コピーされたヒー
プ領域のカード・マーク付けを示す図である。

【図２４】好ましい実施形態による、データ構造とポイ
ンタ・アレイにカード・マーク付けするプロセスを示す
図である。

【図２５】好ましい実施形態による、データ構造とポイ
ンタ・アレイにカード・マーク付けするプロセスを示す
図である。

【図２６】好ましい実施形態による、データ構造とポイ
ンタ・アレイにカード・マーク付けするプロセスを示す
図である。

【図２７】好ましい実施形態による、データ構造とポイ
ンタ・アレイにカード・マーク付けするプロセスを示す
図である。

【図２８】好ましい実施形態による、データ構造とポイ
ンタ・アレイにカード・マーク付けするプロセスを示す
図である。

【図２９】好ましい実施形態による、ヒープ領域の部分
カード・マーク付けとカード・マーク付けプロセスを示
す図である。

【図３０】好ましい実施形態による、ヒープ領域の部分
カード・マーク付けとカード・マーク付けプロセスを示
す図である。

【図３１】好ましい実施形態による、ヒープ領域の部分
カード・マーク付けとカード・マーク付けプロセスを示
す図である。

【図３２】好ましい実施形態による、ヒープ領域の部分
カード・マーク付けとカード・マーク付けプロセスを示
す図である。

【符号の説明】

２００一般参照符号２０１プロセッサ２０３中央演算処理装置（ＣＰＵ）２０５メモリ部２０７入出力部２０９キーボード２１１表示装置２１３ディスク記憶装置２１５ＣＤ−ＲＯＭ駆動装置２１７ＣＤ−ＲＯＭ媒体２１９プログラムおよびデータ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 591064003 901 ＳＡＮＡＮＴＯＮＩＯＲＯＡＤＰＡＬＯＡＬＴＯ，ＣＡ 94303，Ｕ. Ｓ．Ａ. (72)発明者デイヴィッド・エム・アンガーアメリカ合衆国・94303・カリフォルニア州・パロアルト・ドリフトウッドドライブ・844

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ヘッダ構造を含むデータ構造内のポイン
タ値を位置指定するコンピュータ制御式方法であって、（ａ）前記ポインタ値を含むポインタ変数を含むポイン
タ・メモリ領域が前記ヘッダ構造によってデータ値メモ
リ領域から分離され、前記ヘッダ構造が、前記ポインタ
値と区別できかつ前記ポインタ・メモリ領域に隣接する
ヘッダ値を含むようにデータ構造を構成するステップ
と、（ｂ）前記ポインタ値を位置指定するために前記ポイン
タ・メモリ領域を走査するステップと、（ｃ）前記ヘッダ値が検出されたときに前記ヘッダ構造
および前記データ値メモリ領域を越えて先に前進するス
テップとを含むことを特徴とするコンピュータ制御式方
法。
【請求項２】前記データ構造が第１のインスタンス化
オブジェクト・データ構造であり、前記ポインタ変数が
ポインタ・インスタンス変数であり、前記ヘッダ構造が
オブジェクト・ヘッダ構造であることを特徴とする請求
項１に記載のコンピュータ制御式方法。
【請求項３】前記オブジェクト・ヘッダ構造がサイズ
・フィールドに関連し、前記第１のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造がメモリの連続的にアドレス指定
可能な領域内の第２のインスタンス化オブジェクト・デ
ータ構造によって追跡され、かつステップ（ｃ）が、（ｃ１）前記サイズ・フィールドから前進値を決定する
ステップと、（ｃ２）前記前進値を使用して、前記第２のインスタン
ス化オブジェクト・データ構造に前進するステップとを
含むことを特徴とする請求項２に記載のコンピュータ制
御式方法。
【請求項４】前記ポインタ値が第２のインスタンス化
オブジェクト・データ構造を指示し、かつステップ
（ｃ）が前記ポインタ値を前記第２のインスタンス化オ
ブジェクト・データ構造まで追跡するステップを含むこ
とを特徴とする請求項２に記載のコンピュータ制御式方
法。
【請求項５】前記第１のインスタンス化オブジェクト
・データ構造が、前記オブジェクト・ヘッダ構造からあ
るオフセットのところにあるべき第１のインスタンス化
オブジェクト・データ構造内のインスタンス変数を定義
するベースクラスから導出され、かつ前記ベースクラス
のサブクラスに基づく第２のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造が、これも前記オフセットのところにあ
るべき前記第２のインスタンス化オブジェクト・データ
構造内の前記インスタンス変数を定義することを特徴と
する請求項２に記載のコンピュータ制御式方法。
【請求項６】中央演算処理装置（ＣＰＵ）および前記
ＣＰＵに結合されたメモリを有し、そのメモリ内にある
ヘッダ構造を含むデータ構造内のポインタ値を位置指定
する装置において、前記メモリ内で前記データ構造を構成するように構成さ
れた構成機構であって、前記データ構造が前記ヘッダ構
造によってデータ値メモリ領域から分離されたポインタ
・メモリ領域を含み、前記ポインタ・メモリ領域が前記
ポインタ値を含むポインタ・インスタンス変数を含み、
前記ヘッダ構造が前記ポインタ値と区別できかつ前記ポ
インタ・メモリ領域に隣接するヘッダ値を含む構成機構
と、前記ポインタ値を位置指定するために前記ポインタ・メ
モリ領域を走査するように構成された走査機構と、走査機構の動作中に前記ヘッダ値を検出するように構成
されたヘッダ検出機構と、ヘッダ検出機構に従って前記ヘッダ構造および前記デー
タ値メモリ領域を越えて前進するように構成された前進
機構とを含む装置。
【請求項７】前記データ構造が第１のインスタンス化
オブジェクト・データ構造であり、前記ポインタ変数が
ポインタ・インスタンス変数であり、前記ヘッダ構造が
オブジェクト・ヘッダ構造であることを特徴とする請求
項６に記載の装置。
【請求項８】前記オブジェクト・ヘッダ構造がサイズ
・フィールドに関連し、前記第１のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造がメモリの連続的にアドレス指定
可能な領域内の第２のインスタンス化オブジェクト・デ
ータ構造によって追跡され、かつ前進機構が、前記サイズ・フィールドから前進値を決定するように構
成された決定機構と、前記前進値を使用して、前記第２
のインスタンス化オブジェクト・データ構造に前進する
ように構成された前進オブジェクト機構とを含むことを
特徴とする請求項７に記載の装置。
【請求項９】前記ポインタ値が第２のインスタンス化
オブジェクト・データ構造を指示し、かつ前進機構が前
記ポインタ値を前記第２のインスタンス化オブジェクト
・データ構造まで追跡するように構成されたポインタ追
跡機構を含むことを特徴とする請求項７に記載の装置。
【請求項１０】前記第１のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造が、前記オブジェクト・ヘッダ構造から
あるオフセットのところにあるべき前記第１のインスタ
ンス化オブジェクト・データ構造内のインスタンス変数
を定義するベースクラスから導出され、かつ前記ベース
クラスのサブクラスに基づく第２のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造が、これも前記オフセットのとこ
ろにあるべき前記第２のインスタンス化オブジェクト・
データ構造内の前記インスタンス変数を定義することを
特徴とする請求項７に記載の装置。
【請求項１１】中央演算処理装置（ＣＰＵ）および前
記ＣＰＵに結合されたメモリを有し、そのメモリ内にあ
るヘッダ構造を含むデータ構造内のポインタ値を位置指
定するコンピュータ・システムにおいて、前記メモリ内で前記データ構造を構成するように構成さ
れた構成機構であって、前記データ構造が前記ヘッダ構
造によってデータ値メモリ領域から分離されたポインタ
・メモリ領域を含み、前記ポインタ・メモリ領域が前記
ポインタ値を含むポインタ変数を含み、前記ヘッダ構造
が前記ポインタ値と区別できかつ前記ポインタ・メモリ
領域に隣接するヘッダ値を含む構成機構と、前記ポインタ値を位置指定するために前記ポインタ・メ
モリ領域を走査するように構成された走査機構と、走査機構の動作中に前記ヘッダ値を検出するように構成
されたヘッダ検出機構と、ヘッダ検出機構に従って前記ヘッダ構造および前記デー
タ値メモリ領域を越えて前進するように構成された前進
機構とを含むコンピュータ・システム。
【請求項１２】前記データ構造が第１のインスタンス
化オブジェクト・データ構造であり、前記ポインタ変数
がポインタ・インスタンス変数であり、前記ヘッダ構造
がオブジェクト・ヘッダ構造であることを特徴とする請
求項１１に記載のコンピュータ制御式システム。
【請求項１３】前記オブジェクト・ヘッダ構造がサイ
ズ・フィールドに関連し、前記第１のインスタンス化オ
ブジェクト・データ構造がメモリの連続的にアドレス指
定可能な領域内の第２のインスタンス化オブジェクト・
データ構造によって追跡され、かつ前進機構が、前記サイズ・フィールドから前進値を決定するように構
成された決定機構と、前記前進値を使用して、前記第２のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造に前進するように構成された前進
オブジェクト機構とを含むことを特徴とする請求項１２
に記載のシステム。
【請求項１４】前記ポインタ値が第２のインスタンス
化オブジェクト・データ構造を指示し、かつ前進機構が
前記ポインタ値を前記第２のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造まで追跡するように構成されたポインタ
追跡機構を含むことを特徴とする請求項１２に記載のシ
ステム。
【請求項１５】前記第１のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造が、前記オブジェクト・ヘッダ構造から
あるオフセットのところにあるべき前記第１のインスタ
ンス化オブジェクト・データ構造内のインスタンス変数
を定義するベースクラスから導出され、かつ前記ベース
クラスのサブクラスに基づく第２のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造が、これも前記オフセットのとこ
ろにあるべき前記第２のインスタンス化オブジェクト・
データ構造内の前記インスタンス変数を定義することを
特徴とする請求項１２に記載のシステム。
【請求項１６】メモリ内でヘッダ構造を含むデータ構
造内のポインタ値をコンピュータに位置指定させるプロ
グラムを記録した記憶媒体において、前記メモリ内で前記データ構造を構成するように構成さ
れた構成機構を前記コンピュータに実施させるように構
成されたコンピュータ読取り可能プログラムであって、
前記データ構造が前記ヘッダ構造によってデータ値メモ
リ領域から分離されたポインタ・メモリ領域を含み、前
記ポインタ・メモリ領域が前記ポインタ値を含むポイン
タ変数を含み、前記ヘッダ構造が前記ポインタ値と区別
できかつ前記ポインタ・メモリ領域に隣接するヘッダ値
を含むコンピュータ読取り可能プログラムと、前記ポインタ値を位置指定するために前記ポインタ・メ
モリ領域を走査するように構成された走査機構を前記コ
ンピュータに実施させるように構成されたコンピュータ
読取り可能プログラムと、走査機構の動作中に前記ヘッダ値を検出するように構成
されたヘッダ検出機構を前記コンピュータに実施させる
ように構成されたコンピュータ読取り可能プログラム
と、ヘッダ検出機構に従って前記ヘッダ構造および前記デー
タ値メモリ領域を越えて前進するように構成された前進
機構を前記コンピュータに実施させるように構成された
コンピュータ読取り可能プログラムとを含むコンピュー
タ・プログラムを記録した記憶媒体。
【請求項１７】前記データ構造が第１のインスタンス
化オブジェクト・データ構造であり、前記ポインタ変数
がポインタ・インスタンス変数であり、前記ヘッダ構造
がオブジェクト・ヘッダ構造であることを特徴とする請
求項１６に記載のコンピュータ・プログラムを記録した
記憶媒体。
【請求項１８】前記オブジェクト・ヘッダ構造がサイ
ズ・フィールドに関連し、前記第１のインスタンス化オ
ブジェクト・データ構造がメモリの連続的にアドレス指
定可能な領域内の第２のインスタンス化オブジェクト・
データ構造によって追跡され、かつ前進機構が、前記サイズ・フィールドから前進値を決定するように構
成された決定機構を前記コンピュータに実施させるよう
に構成されたコンピュータ読取り可能プログラム・コー
ド・デバイスと、前記前進値を使用して、前記第２のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造に前進するように構成された前進
オブジェクト機構を前記コンピュータに実施させるよう
に構成されたコンピュータ読取り可能プログラムとを含
むことを特徴とする請求項１７に記載のコンピュータ・
プログラムを記録した記憶媒体。
【請求項１９】前記ポインタ値が第２のインスタンス
化オブジェクト・データ構造を指示し、かつ前進機構が
前記ポインタ値を前記第２のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造まで追跡するように構成されたポインタ
追跡機構を含むことを特徴とする請求項１７に記載のコ
ンピュータ・プログラムを記録した記憶媒体。
【請求項２０】前記第１のインスタンス化オブジェク
ト・データ構造が、前記オブジェクト・ヘッダ構造から
あるオフセットのところにあるべき前記第１のインスタ
ンス化オブジェクト・データ構造内のインスタンス変数
を定義するベースクラスから導出され、かつ前記ベース
クラスのサブクラスに基づく第２のインスタンス化オブ
ジェクト・データ構造が、これも前記オフセットのとこ
ろにあるべき前記第２のインスタンス化オブジェクト・
データ構造内の前記インスタンス変数を定義することを
特徴とする請求項１７に記載のコンピュータ・プログラ
ムを記録した記憶媒体。
【請求項２１】インスタンス化オブジェクト・データ
構造を含み、ポインタ値を記憶するポインタ・インスタンス変数を含
むポインタ・メモリ領域と、非ポインタ値を記憶するデータ値メモリ領域と、前記ポインタ値と区別できかつ前記ポインタ・メモリ領
域に隣接するヘッダ値を含み、ポインタ・メモリ領域と
データ値メモリ領域とを分離するオブジェクト・ヘッダ
構造とを含むメモリ。