JP3279253B2 - キャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体 - Google Patents
キャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体Info
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- JP3279253B2 JP3279253B2 JP14623798A JP14623798A JP3279253B2 JP 3279253 B2 JP3279253 B2 JP 3279253B2 JP 14623798 A JP14623798 A JP 14623798A JP 14623798 A JP14623798 A JP 14623798A JP 3279253 B2 JP3279253 B2 JP 3279253B2
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/12—Replacement control
- G06F12/121—Replacement control using replacement algorithms
- G06F12/123—Replacement control using replacement algorithms with age lists, e.g. queue, most recently used [MRU] list or least recently used [LRU] list
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、キャッシュページ
の管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体に関し、特にディスク記憶装置等で使用さ
れるキャッシュページの管理方法およびキャッシュペー
ジの管理プログラムを記憶した媒体に関するものであ
る。
の管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体に関し、特にディスク記憶装置等で使用さ
れるキャッシュページの管理方法およびキャッシュペー
ジの管理プログラムを記憶した媒体に関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】この種のディスク制御装置で使用される
キャッシュページ管理方法においては、キャッシュメモ
リの容量を小さく抑えながら、キャッシュのヒット率を
高めることが重要な要素の一つとなっている。このよう
な目的を達成すべく、例えば日経エレクトロニクスＮ
ｏ．６１７（１９９４．９発刊）に紹介されているよう
な、「セグメントＬＲＵ法」が提案されている。
キャッシュページ管理方法においては、キャッシュメモ
リの容量を小さく抑えながら、キャッシュのヒット率を
高めることが重要な要素の一つとなっている。このよう
な目的を達成すべく、例えば日経エレクトロニクスＮ
ｏ．６１７（１９９４．９発刊）に紹介されているよう
な、「セグメントＬＲＵ法」が提案されている。
【０００３】ここで、ディスク制御装置の一般的な構成
を図７を参照して説明する。図７は、キャッシュメモリ
を備えた一般的なディスク制御装置を示すブロック図で
ある。同図に示すように、ディスク制御装置３０は、中
央処理装置２０とディスク記憶装置４０〜４３との間に
配置され、キャッシュメモリ３３とＭＰＵ３２と制御プ
ログラム３１ａを有するＲＯＭ３１とで構成されてい
る。
を図７を参照して説明する。図７は、キャッシュメモリ
を備えた一般的なディスク制御装置を示すブロック図で
ある。同図に示すように、ディスク制御装置３０は、中
央処理装置２０とディスク記憶装置４０〜４３との間に
配置され、キャッシュメモリ３３とＭＰＵ３２と制御プ
ログラム３１ａを有するＲＯＭ３１とで構成されてい
る。
【０００４】このキャッシュメモリ３３には、適当なサ
イズのキャッシュページ３３ｂを適当な個数だけ集めて
構成されたキャッシュページ群と、キャッシュページ３
３ｂを管理するためのＬＲＵテーブル３３ａとが配置さ
れている。また、当然のことながら、キャッシュメモリ
３３におけるアクセス速度の方が、ディスク記憶装置４
０〜４３におけるアクセス速度よりも圧倒的に速い。
イズのキャッシュページ３３ｂを適当な個数だけ集めて
構成されたキャッシュページ群と、キャッシュページ３
３ｂを管理するためのＬＲＵテーブル３３ａとが配置さ
れている。また、当然のことながら、キャッシュメモリ
３３におけるアクセス速度の方が、ディスク記憶装置４
０〜４３におけるアクセス速度よりも圧倒的に速い。
【０００５】次に、セグメントＬＲＵ法について図８を
参照して説明する。図８は、図７で示したＬＲＵテーブ
ルの詳細な構成を示す説明図である。セグメントＬＲＵ
法は、情報処理システム上で業務アプリケーションを動
かした際に、ある有限時間内でディスク記憶装置上の特
定のブロックに２回以上アクセスがあった場合には、引
き続いて同一ブロックがアクセスされる確率が高いこと
を利用したキャッシュページの管理方法である。この手
法の特徴とするところは、図８に示されるようにＬＲＵ
テーブル３３ａを、プロテクト領域１と審査領域２との
２個の領域に分割している点にある。
参照して説明する。図８は、図７で示したＬＲＵテーブ
ルの詳細な構成を示す説明図である。セグメントＬＲＵ
法は、情報処理システム上で業務アプリケーションを動
かした際に、ある有限時間内でディスク記憶装置上の特
定のブロックに２回以上アクセスがあった場合には、引
き続いて同一ブロックがアクセスされる確率が高いこと
を利用したキャッシュページの管理方法である。この手
法の特徴とするところは、図８に示されるようにＬＲＵ
テーブル３３ａを、プロテクト領域１と審査領域２との
２個の領域に分割している点にある。
【０００６】また、図７で示したＬＲＵテーブル３３ａ
は、複数個あるキャッシュページ３３ｂの各々一つずつ
に対応するように、複数のエントリ３によって構成され
ている。各エントリ３は、対応するキャッシュページ３
３ｂのアドレス等を備えており、さらにプロテクト領域
１または審査領域２の何れの領域に所属するかを示すフ
ラグ（それぞれの値は、ＰＲＯＴ，ＰＲＯＢとする）を
記憶するフラグ域４が設けられている。
は、複数個あるキャッシュページ３３ｂの各々一つずつ
に対応するように、複数のエントリ３によって構成され
ている。各エントリ３は、対応するキャッシュページ３
３ｂのアドレス等を備えており、さらにプロテクト領域
１または審査領域２の何れの領域に所属するかを示すフ
ラグ（それぞれの値は、ＰＲＯＴ，ＰＲＯＢとする）を
記憶するフラグ域４が設けられている。
【０００７】このように、プロテクト領域１および審査
領域２は、最近アクセスしたエントリ（以下、ＭＲＵ
（Most Recently Used）から、最も長い間アクセスされ
ていない最古のエントリ（以下、ＬＲＵ（Least Recent
ly Used） という）まで、ポインタで連結されてリスト
構造をなしている。
領域２は、最近アクセスしたエントリ（以下、ＭＲＵ
（Most Recently Used）から、最も長い間アクセスされ
ていない最古のエントリ（以下、ＬＲＵ（Least Recent
ly Used） という）まで、ポインタで連結されてリスト
構造をなしている。
【０００８】また、エントリ３の総数は、キャッシュメ
モリ３３の容量により物理的に決定されるものであり、
プロテクト領域１および審査領域２のサイズは、従来に
おいては予め設定された固定値であり、動作中に変更さ
れることはなかった。
モリ３３の容量により物理的に決定されるものであり、
プロテクト領域１および審査領域２のサイズは、従来に
おいては予め設定された固定値であり、動作中に変更さ
れることはなかった。
【０００９】さらに、プロテクト領域１のＭＲＵ位置に
あるエントリ３をポインタ６ａ（以下、ＰｒｔＭｒｕＰ
という）で指し、プロテクト領域１のＬＲＵ位置にある
エントリ３をポインタ６ｂ（以下、ＰｒｔＬｒｕＰとい
う）で指している。同様に、審査領域２のＭＲＵ位置に
あるエントリをポインタ６ｃ（以下、ＰｒｂＭｒｕＰと
いう）で指し、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３を
ポインタ６ｄ（以下、ＰｒｂＬｒｕＰという）で指して
いる。
あるエントリ３をポインタ６ａ（以下、ＰｒｔＭｒｕＰ
という）で指し、プロテクト領域１のＬＲＵ位置にある
エントリ３をポインタ６ｂ（以下、ＰｒｔＬｒｕＰとい
う）で指している。同様に、審査領域２のＭＲＵ位置に
あるエントリをポインタ６ｃ（以下、ＰｒｂＭｒｕＰと
いう）で指し、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３を
ポインタ６ｄ（以下、ＰｒｂＬｒｕＰという）で指して
いる。
【００１０】さて、セグメントＬＲＵ法では、キャッシ
ュミスした場合、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３
をキャッシュメモリ３３から追いだして、新エントリ３
を審査領域２のＭＲＵ位置に追加する。そして、新エン
トリ３のフラグ域４には値ＰＲＯＢを格納し、対応する
キャッシュページ３３ｂには、キャッシュミスしたデー
タを記憶保持する。
ュミスした場合、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３
をキャッシュメモリ３３から追いだして、新エントリ３
を審査領域２のＭＲＵ位置に追加する。そして、新エン
トリ３のフラグ域４には値ＰＲＯＢを格納し、対応する
キャッシュページ３３ｂには、キャッシュミスしたデー
タを記憶保持する。
【００１１】また、キャッシュヒットした場合は、プロ
テクト領域１でのヒットか、審査領域２でのヒットかど
うかを、フラグ域４の値で判定する。このときＰＲＯＴ
であれば、プロテクト領域１でヒットしたことになるた
め、ヒットしたエントリ３をプロテクト領域１のＭＲＵ
位置に移動する。
テクト領域１でのヒットか、審査領域２でのヒットかど
うかを、フラグ域４の値で判定する。このときＰＲＯＴ
であれば、プロテクト領域１でヒットしたことになるた
め、ヒットしたエントリ３をプロテクト領域１のＭＲＵ
位置に移動する。
【００１２】また、ＰＲＯＢであれば、審査領域２でヒ
ットしたことになるため、ヒットしたエントリ３をプロ
テクト領域１のＭＲＵ位置に移動すると共に、当該エン
トリ３のフラグ域４をＰＲＯＴに変更する。そして、こ
の操作で生じた審査領域２の減少を、プロテクト領域１
のＬＲＵ位置にあるエントリ３を審査領域２のＭＲＵ位
置に移動することによって補う。その際、移動したエン
トリ３のフラグ域４を、ＰＲＯＴからＰＲＯＢに書き換
える。
ットしたことになるため、ヒットしたエントリ３をプロ
テクト領域１のＭＲＵ位置に移動すると共に、当該エン
トリ３のフラグ域４をＰＲＯＴに変更する。そして、こ
の操作で生じた審査領域２の減少を、プロテクト領域１
のＬＲＵ位置にあるエントリ３を審査領域２のＭＲＵ位
置に移動することによって補う。その際、移動したエン
トリ３のフラグ域４を、ＰＲＯＴからＰＲＯＢに書き換
える。
【００１３】以上の動作により、再利用された回数に応
じて、アクセスされたデータがキャッシュメモリ３３内
に滞留する期間に優位差をつけている。すなわち、審査
領域２にある間に再利用されなかったデータは、プロテ
クト領域１のデータに影響を与えることなくキャッシュ
メモリ３３から追い出され、再利用されたデータはプロ
テクト領域１に移動して長期に亘ってキャッシュメモリ
３３内に滞留することになる。
じて、アクセスされたデータがキャッシュメモリ３３内
に滞留する期間に優位差をつけている。すなわち、審査
領域２にある間に再利用されなかったデータは、プロテ
クト領域１のデータに影響を与えることなくキャッシュ
メモリ３３から追い出され、再利用されたデータはプロ
テクト領域１に移動して長期に亘ってキャッシュメモリ
３３内に滞留することになる。
【００１４】このように、セグメントＬＲＵ法は、中央
処理装置からのディスクアクセスの特性に着目し、ディ
スクキャッシュの利用効率を高める有効な手法として、
従来より用いられてきた。
処理装置からのディスクアクセスの特性に着目し、ディ
スクキャッシュの利用効率を高める有効な手法として、
従来より用いられてきた。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】ところで、コンピュー
タシステムの無停止連続運転化が浸透する中、オンライ
ン業務とバッチ業務が並行するような運用形態が増加し
つつある。特にバッチ業務においては個々のジョブがア
クセスするディスクスペースは比較的狭く、かつ短時間
に集中してアクセスするので、ディスクキャッシュの効
果が大いに期待できる。
タシステムの無停止連続運転化が浸透する中、オンライ
ン業務とバッチ業務が並行するような運用形態が増加し
つつある。特にバッチ業務においては個々のジョブがア
クセスするディスクスペースは比較的狭く、かつ短時間
に集中してアクセスするので、ディスクキャッシュの効
果が大いに期待できる。
【００１６】しかしながら、バッチ業務においては、ジ
ョブが終了した途端にアクセスが停止するという特徴が
あり、ディスク記憶装置のアクセスパターンがこのよう
に変化すると、セグメントＬＲＵ法では、バッチジョブ
の切り替わりなどによって種々の問題が発生する。
ョブが終了した途端にアクセスが停止するという特徴が
あり、ディスク記憶装置のアクセスパターンがこのよう
に変化すると、セグメントＬＲＵ法では、バッチジョブ
の切り替わりなどによって種々の問題が発生する。
【００１７】すなわち、アクセスするディスクスペース
が急峻に変化する環境に追従できず、プロテクト領域の
ＬＲＵ位置の近傍に、再利用される確率が極端に低下し
たエントリが焦げ付いてしまう。その結果、キャッシュ
のヒット率が低下してしまう問題が発生するのである。
が急峻に変化する環境に追従できず、プロテクト領域の
ＬＲＵ位置の近傍に、再利用される確率が極端に低下し
たエントリが焦げ付いてしまう。その結果、キャッシュ
のヒット率が低下してしまう問題が発生するのである。
【００１８】本発明は、このような課題を解決するため
のものであり、従来のセグメントＬＲＵ法に、このよう
なエントリの焦げ付きを活性化させる能力を持たせたキ
ャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管
理プログラムを記憶した媒体を提供することを目的とす
る。
のものであり、従来のセグメントＬＲＵ法に、このよう
なエントリの焦げ付きを活性化させる能力を持たせたキ
ャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管
理プログラムを記憶した媒体を提供することを目的とす
る。
【００１９】
【課題を解決するための手段】このような目的を達成す
るために、本発明の請求項１に係るキャッシュページの
管理方法は、中央処理装置と、この中央処理装置に接続
された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ前
記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモリ
と、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキャ
ッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キャ
ッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ群
を制御するための複数のエントリによって構成されたＬ
ＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュペ
ージの管理方法であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテ
クト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミス
したときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審
査領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあ
ふれたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリ
を抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理方法において、前記各エントリの最新にアクセス
された時刻を、前記各エントリ毎に記憶保持し、前記中
央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込みまた
は読み出しを行うため前記キャッシュメモリにアクセス
した際にキャッシュミスしたときは、前記プロテクト領
域のＬＲＵの位置のエントリと前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリとについて、前記記憶保持された両エン
トリの時刻同士を比較し、前者の時刻の方が古いとき
は、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエントリを、
前記審査領域のＭＲＵの位置に移動することにより、前
記プロテクト領域のサイズを縮小し、前記キャッシュミ
スしたエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加
し、さらに前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを前
記キャッシュメモリから追い出し、後者の時刻の方が古
いときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを抜
き出して前記キャッシュメモリから追い出し、代わりに
前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に追加する。
るために、本発明の請求項１に係るキャッシュページの
管理方法は、中央処理装置と、この中央処理装置に接続
された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ前
記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモリ
と、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキャ
ッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キャ
ッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ群
を制御するための複数のエントリによって構成されたＬ
ＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュペ
ージの管理方法であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテ
クト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミス
したときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審
査領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあ
ふれたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリ
を抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理方法において、前記各エントリの最新にアクセス
された時刻を、前記各エントリ毎に記憶保持し、前記中
央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込みまた
は読み出しを行うため前記キャッシュメモリにアクセス
した際にキャッシュミスしたときは、前記プロテクト領
域のＬＲＵの位置のエントリと前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリとについて、前記記憶保持された両エン
トリの時刻同士を比較し、前者の時刻の方が古いとき
は、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエントリを、
前記審査領域のＭＲＵの位置に移動することにより、前
記プロテクト領域のサイズを縮小し、前記キャッシュミ
スしたエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加
し、さらに前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを前
記キャッシュメモリから追い出し、後者の時刻の方が古
いときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを抜
き出して前記キャッシュメモリから追い出し、代わりに
前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に追加する。
【００２０】また、本発明の請求項２に係るキャッシュ
ページの管理方法は、中央処理装置と、この中央処理装
置に接続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続さ
れかつ前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシ
ュメモリと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複
数のキャッシュページからなるキャッシュページ群と、
前記キャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュ
ページ群を制御するための複数のエントリによって構成
されたＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャ
ッシュページの管理方法であって、前記ＬＲＵテーブル
をプロテクト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッ
シュミスしたときは、前記キャッシュミスしたエントリ
を前記審査領域に格納し、その際に前記審査領域でエン
トリがあふれたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置の
エントリを抜き出して前記キャッシュメモリから追い出
すとともに、前記キャッシュミスしたエントリを前記審
査領域のＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域で
キャッシュヒットしたときは、前記キャッシュヒットし
たエントリを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの
位置に移動し、その際に前記プロテクト領域でエントリ
があふれたときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置
のエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、
（ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理方法において、前記審査領域にエント
リを格納した回数と、前記審査領域から前記プロテクト
領域にエントリを移動した回数とを、逐次更新しながら
記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデ
ータの書き込みまたは読み出しを行うため前記キャッシ
ュメモリにアクセスした際にキャッシュミスしたとき
は、前記審査領域から前記プロテクト領域にエントリの
移動した回数を、前記審査領域にエントリの格納された
回数で割った値を、予め設定された所定値と比較し、前
者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬＲＵの位
置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから追
い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリを前記審
査領域のＭＲＵの位置に追加し、後者の値の方が大きい
ときは、前記プロテクト領域内のＬＲＵの位置のエント
リを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動することによ
り、前記プロテクト領域のサイズを縮小し、前記キャッ
シュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に
追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵのエントリを抜き
出して前記キャッシュメモリから追い出す。
ページの管理方法は、中央処理装置と、この中央処理装
置に接続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続さ
れかつ前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシ
ュメモリと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複
数のキャッシュページからなるキャッシュページ群と、
前記キャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュ
ページ群を制御するための複数のエントリによって構成
されたＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャ
ッシュページの管理方法であって、前記ＬＲＵテーブル
をプロテクト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッ
シュミスしたときは、前記キャッシュミスしたエントリ
を前記審査領域に格納し、その際に前記審査領域でエン
トリがあふれたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置の
エントリを抜き出して前記キャッシュメモリから追い出
すとともに、前記キャッシュミスしたエントリを前記審
査領域のＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域で
キャッシュヒットしたときは、前記キャッシュヒットし
たエントリを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの
位置に移動し、その際に前記プロテクト領域でエントリ
があふれたときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置
のエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、
（ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理方法において、前記審査領域にエント
リを格納した回数と、前記審査領域から前記プロテクト
領域にエントリを移動した回数とを、逐次更新しながら
記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデ
ータの書き込みまたは読み出しを行うため前記キャッシ
ュメモリにアクセスした際にキャッシュミスしたとき
は、前記審査領域から前記プロテクト領域にエントリの
移動した回数を、前記審査領域にエントリの格納された
回数で割った値を、予め設定された所定値と比較し、前
者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬＲＵの位
置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから追
い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリを前記審
査領域のＭＲＵの位置に追加し、後者の値の方が大きい
ときは、前記プロテクト領域内のＬＲＵの位置のエント
リを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動することによ
り、前記プロテクト領域のサイズを縮小し、前記キャッ
シュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲＵの位置に
追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵのエントリを抜き
出して前記キャッシュメモリから追い出す。
【００２１】また、本発明の請求項６に係るキャッシュ
ページの管理プログラムを記憶した媒体は、中央処理装
置と、この中央処理装置に接続された記憶装置と、前記
中央処理装置に接続されかつ前記記憶装置よりもアクセ
ス速度の速いキャッシュメモリと、このキャッシュメモ
リ内に設けられかつ複数のキャッシュページからなるキ
ャッシュページ群と、前記キャッシュメモリ内に設けら
れかつ前記キャッシュページ群を制御するための複数の
エントリによって構成されたＬＲＵテーブルとを備えた
システムにおけるキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテク
ト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミスし
たときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあふ
れたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを
抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理プログラムを記憶した媒体において、前記各エン
トリの最新にアクセスされた時刻を、前記各エントリ毎
に記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶装置内に
データの書き込みまたは読み出しを行うため前記キャッ
シュメモリにアクセスした際にキャッシュミスしたとき
は、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエントリと前
記審査領域のＬＲＵの位置のエントリとについて、前記
記憶保持された両エントリの時刻同士を比較し、前者の
時刻の方が古いときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの
位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動
することにより、前記プロテクト領域のサイズを縮小
し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを前記キャッシュメモリから追い出し、
後者の時刻の方が古いときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりに前記キャッシュミスしたエントリを
前記審査領域のＭＲＵの位置に追加する。
ページの管理プログラムを記憶した媒体は、中央処理装
置と、この中央処理装置に接続された記憶装置と、前記
中央処理装置に接続されかつ前記記憶装置よりもアクセ
ス速度の速いキャッシュメモリと、このキャッシュメモ
リ内に設けられかつ複数のキャッシュページからなるキ
ャッシュページ群と、前記キャッシュメモリ内に設けら
れかつ前記キャッシュページ群を制御するための複数の
エントリによって構成されたＬＲＵテーブルとを備えた
システムにおけるキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテク
ト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミスし
たときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあふ
れたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを
抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理プログラムを記憶した媒体において、前記各エン
トリの最新にアクセスされた時刻を、前記各エントリ毎
に記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶装置内に
データの書き込みまたは読み出しを行うため前記キャッ
シュメモリにアクセスした際にキャッシュミスしたとき
は、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエントリと前
記審査領域のＬＲＵの位置のエントリとについて、前記
記憶保持された両エントリの時刻同士を比較し、前者の
時刻の方が古いときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの
位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動
することにより、前記プロテクト領域のサイズを縮小
し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを前記キャッシュメモリから追い出し、
後者の時刻の方が古いときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりに前記キャッシュミスしたエントリを
前記審査領域のＭＲＵの位置に追加する。
【００２２】また、本発明の請求項７に係るキャッシュ
ページの管理プログラムを記憶した媒体は、中央処理装
置と、この中央処理装置に接続された記憶装置と、前記
中央処理装置に接続されかつ前記記憶装置よりもアクセ
ス速度の速いキャッシュメモリと、このキャッシュメモ
リ内に設けられかつ複数のキャッシュページからなるキ
ャッシュページ群と、前記キャッシュメモリ内に設けら
れかつ前記キャッシュページ群を制御するための複数の
エントリによって構成されたＬＲＵテーブルとを備えた
システムにおけるキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテク
ト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミスし
たときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあふ
れたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを
抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理プログラムを記憶した媒体において、前記審査領
域にエントリを格納した回数と、前記審査領域から前記
プロテクト領域にエントリを移動した回数とを、逐次更
新しながら記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶
装置内にデータの書き込みまたは読み出しを行うため前
記キャッシュメモリにアクセスした際にキャッシュミス
したときは、前記審査領域から前記プロテクト領域にエ
ントリの移動した回数を、前記審査領域にエントリの格
納された回数で割った値を、予め設定された所定値と比
較し、前者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリ
を前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、後者の値の方
が大きいときは、前記プロテクト領域内のＬＲＵの位置
のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動する
ことにより、前記プロテクト領域のサイズを縮小し、前
記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲＵ
の位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵのエント
リを抜き出して前記キャッシュメモリから追い出す。こ
のように構成することにより本発明は、プロテクト領域
のＬＲＵ位置近傍のエントリが、再利用される確率が低
下したことを検知し、この付近のエントリを審査領域に
移動することができる。したがって、キャッシュのヒッ
ト率を回復させる効果が得られる。
ページの管理プログラムを記憶した媒体は、中央処理装
置と、この中央処理装置に接続された記憶装置と、前記
中央処理装置に接続されかつ前記記憶装置よりもアクセ
ス速度の速いキャッシュメモリと、このキャッシュメモ
リ内に設けられかつ複数のキャッシュページからなるキ
ャッシュページ群と、前記キャッシュメモリ内に設けら
れかつ前記キャッシュページ群を制御するための複数の
エントリによって構成されたＬＲＵテーブルとを備えた
システムにおけるキャッシュページの管理プログラムを
記憶した媒体であって、前記ＬＲＵテーブルをプロテク
ト領域と審査領域とに分割し、（ａ）キャッシュミスし
たときは、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域に格納し、その際に前記審査領域でエントリがあふ
れたときは、前記審査領域のＬＲＵの位置のエントリを
抜き出して前記キャッシュメモリから追い出すととも
に、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域の
ＭＲＵの位置に追加し、（ｂ）前記審査領域でキャッシ
ュヒットしたときは、前記キャッシュヒットしたエント
リを抜き出して前記プロテクト領域のＭＲＵの位置に移
動し、その際に前記プロテクト領域でエントリがあふれ
たときは、前記プロテクト領域のＬＲＵの位置のエント
リを前記審査領域のＭＲＵの位置に移動し、（ｃ）前記
プロテクト領域でキャッシュヒットしたときは、前記キ
ャッシュヒットしたエントリが前記プロテクト領域のＭ
ＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領域内の各エ
ントリの順番を入れ替えるようにしたキャッシュページ
の管理プログラムを記憶した媒体において、前記審査領
域にエントリを格納した回数と、前記審査領域から前記
プロテクト領域にエントリを移動した回数とを、逐次更
新しながら記憶保持し、前記中央処理装置が、前記記憶
装置内にデータの書き込みまたは読み出しを行うため前
記キャッシュメモリにアクセスした際にキャッシュミス
したときは、前記審査領域から前記プロテクト領域にエ
ントリの移動した回数を、前記審査領域にエントリの格
納された回数で割った値を、予め設定された所定値と比
較し、前者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリ
を前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、後者の値の方
が大きいときは、前記プロテクト領域内のＬＲＵの位置
のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置に移動する
ことにより、前記プロテクト領域のサイズを縮小し、前
記キャッシュミスしたエントリを前記審査領域のＭＲＵ
の位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲＵのエント
リを抜き出して前記キャッシュメモリから追い出す。こ
のように構成することにより本発明は、プロテクト領域
のＬＲＵ位置近傍のエントリが、再利用される確率が低
下したことを検知し、この付近のエントリを審査領域に
移動することができる。したがって、キャッシュのヒッ
ト率を回復させる効果が得られる。
【００２３】
【発明の実施の形態】次に、本発明の一つの実施の形態
について図を用いて説明する。 ［第１の実施の形態］本実施の形態が適用される情報シ
ステムは、図７に示したものと同様である。すなわち、
ディスク制御装置３０は中央処理装置２０とディスク記
憶装置４０〜４３の間に配置され、キャッシュメモリ３
３と、ＭＰＵ３２とＲＯＭ３１などで構成されている。
について図を用いて説明する。 ［第１の実施の形態］本実施の形態が適用される情報シ
ステムは、図７に示したものと同様である。すなわち、
ディスク制御装置３０は中央処理装置２０とディスク記
憶装置４０〜４３の間に配置され、キャッシュメモリ３
３と、ＭＰＵ３２とＲＯＭ３１などで構成されている。
【００２４】また、キャッシュメモリ３３には、適当な
サイズおよび個数のキャッシュページ３３ｂと、このキ
ャッシュページ３３ｂを管理するためのＬＲＵテーブル
３３ａを備えている。なお、このキャッシュページ３３
ｂを管理するためのプログラム（制御プログラム３１
ａ）は、ＲＯＭ３１に記憶保持されている。
サイズおよび個数のキャッシュページ３３ｂと、このキ
ャッシュページ３３ｂを管理するためのＬＲＵテーブル
３３ａを備えている。なお、このキャッシュページ３３
ｂを管理するためのプログラム（制御プログラム３１
ａ）は、ＲＯＭ３１に記憶保持されている。
【００２５】ここで、本実施の形態の動作概要を、図３
を用いて説明する。本実施の形態では、図８に示した従
来のセグメントＬＲＵ法の構成に加えて、ディスク制御
装置３０内に、プロテクト領域１に存在し得るエントリ
の最大個数を格納するプロテクトエントリ最大値レジス
タ７と、プロテクト領域１に確保する最小限のエントリ
数を格納するプロテクトエントリ最小値レジスタ８と、
プロテクト領域１内の現在のエントリ数を格納するプロ
テクトエントリカウンタ９と、ディスク記憶装置等の装
置寿命を超える耐久性を持った時計１０を備えている。
そして、ＬＲＵテーブル３３ａ内の各エントリ３には、
最新のアクセス時刻を格納するＴＭＳＴフィールド５を
設けている。
を用いて説明する。本実施の形態では、図８に示した従
来のセグメントＬＲＵ法の構成に加えて、ディスク制御
装置３０内に、プロテクト領域１に存在し得るエントリ
の最大個数を格納するプロテクトエントリ最大値レジス
タ７と、プロテクト領域１に確保する最小限のエントリ
数を格納するプロテクトエントリ最小値レジスタ８と、
プロテクト領域１内の現在のエントリ数を格納するプロ
テクトエントリカウンタ９と、ディスク記憶装置等の装
置寿命を超える耐久性を持った時計１０を備えている。
そして、ＬＲＵテーブル３３ａ内の各エントリ３には、
最新のアクセス時刻を格納するＴＭＳＴフィールド５を
設けている。
【００２６】上記において、プロテクトエントリ最大値
レジスタ７とプロテクトエントリ最小値レジスタ８とに
は、キャッシュの初期化時に予め所定の定数を設定して
おく。この定数の決め方は、ディスク記憶装置の容量や
キャッシュメモリの容量との関係などから、経験的に定
めてやる。
レジスタ７とプロテクトエントリ最小値レジスタ８とに
は、キャッシュの初期化時に予め所定の定数を設定して
おく。この定数の決め方は、ディスク記憶装置の容量や
キャッシュメモリの容量との関係などから、経験的に定
めてやる。
【００２７】まず、キャッシュミスした場合の動作につ
いて、図２を参照して説明する。ステップ１００におい
て、キャッシュミスした際の動作が開始される。ステッ
プ１０１において、ＰｒｔＬｒｕＰが指すＴＭＳＴフィ
ールド５と、ＰｒｂＬｒｕＰが指すＴＭＳＴフィールド
５とを比較する。そして、比較した結果、ＰｒｔＬｒｕ
Ｐの指すＴＭＳＴフィールド４の値の方が小さい場合
（すなわち、プロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリ
が、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリよりも古い）、
次のステップ１０２に進む。
いて、図２を参照して説明する。ステップ１００におい
て、キャッシュミスした際の動作が開始される。ステッ
プ１０１において、ＰｒｔＬｒｕＰが指すＴＭＳＴフィ
ールド５と、ＰｒｂＬｒｕＰが指すＴＭＳＴフィールド
５とを比較する。そして、比較した結果、ＰｒｔＬｒｕ
Ｐの指すＴＭＳＴフィールド４の値の方が小さい場合
（すなわち、プロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリ
が、審査領域２のＬＲＵ位置のエントリよりも古い）、
次のステップ１０２に進む。
【００２８】ステップ１０２では、現在のプロテクトエ
ントリカウンタ９の値がプロテクトエントリ最小値レジ
スタ８の値以下か否かの判定に応じて、次のステップ１
０３をスキップする。すなわち、プロテクトエントリカ
ウンタ９の値の方が小さければ、まだプロテクト領域１
にエントリを格納する余裕があることを示す。逆に、プ
ロテクトエントリカウンタ９の値の方が大きければ、既
にプロテクト領域１にエントリを格納する余裕はない。
プロテクト領域１に余裕がないときは、次のステップ１
０３に進み、プロテクト領域１サイズを小さくする。
ントリカウンタ９の値がプロテクトエントリ最小値レジ
スタ８の値以下か否かの判定に応じて、次のステップ１
０３をスキップする。すなわち、プロテクトエントリカ
ウンタ９の値の方が小さければ、まだプロテクト領域１
にエントリを格納する余裕があることを示す。逆に、プ
ロテクトエントリカウンタ９の値の方が大きければ、既
にプロテクト領域１にエントリを格納する余裕はない。
プロテクト領域１に余裕がないときは、次のステップ１
０３に進み、プロテクト領域１サイズを小さくする。
【００２９】ステップ１０３では、プロテクトエントリ
カウンタ９から「１」を引き、ＰｒｔＬｒｕＰが指すプ
ロテクト領域１のＬＲＵ位置のフラグ域４をＰＲＯＢに
変更し、これを審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。こ
れに伴いＰｒｔＬｒｕＰとＰｒｂＭｒｕＰが更新され
る。この操作により、プロテクト領域１から審査領域２
に１個のエントリが移動され、プロテクト領域１のサイ
ズは１エントリ分小さくなり、審査領域２のサイズは１
エントリ分大きくなる。
カウンタ９から「１」を引き、ＰｒｔＬｒｕＰが指すプ
ロテクト領域１のＬＲＵ位置のフラグ域４をＰＲＯＢに
変更し、これを審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。こ
れに伴いＰｒｔＬｒｕＰとＰｒｂＭｒｕＰが更新され
る。この操作により、プロテクト領域１から審査領域２
に１個のエントリが移動され、プロテクト領域１のサイ
ズは１エントリ分小さくなり、審査領域２のサイズは１
エントリ分大きくなる。
【００３０】一方、ステップ１０４では、ＰｒｂＬｒｕ
Ｐが指す審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３をＬＲＵ
テーブル３３ａから抜き出し、抜き出したエントリ３の
データをキャッシュメモリ３３から追い出し、ディスク
記憶装置に書き込む。そして、ミスしたＩ／Ｏの属性情
報（すなわち、ハードディスク上の連続する複数セクタ
のデータ）をキャッシュページ３３ｂに登録する。
Ｐが指す審査領域２のＬＲＵ位置のエントリ３をＬＲＵ
テーブル３３ａから抜き出し、抜き出したエントリ３の
データをキャッシュメモリ３３から追い出し、ディスク
記憶装置に書き込む。そして、ミスしたＩ／Ｏの属性情
報（すなわち、ハードディスク上の連続する複数セクタ
のデータ）をキャッシュページ３３ｂに登録する。
【００３１】さらに、このエントリ３のフラグ域４には
値ＰＲＯＢを格納し、ＴＭＳＴフィールド５にはその時
点の時計１０の値を格納する。ステップ１０５では、ス
テップ１０４で作成した新しいエントリ３を、ＰｒｂＭ
ｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に付け加える。こ
れに伴いＰｒｂＭｒｕＰ値は更新され、キャッシュミス
時の処理は終了する。
値ＰＲＯＢを格納し、ＴＭＳＴフィールド５にはその時
点の時計１０の値を格納する。ステップ１０５では、ス
テップ１０４で作成した新しいエントリ３を、ＰｒｂＭ
ｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に付け加える。こ
れに伴いＰｒｂＭｒｕＰ値は更新され、キャッシュミス
時の処理は終了する。
【００３２】次に、キャッシュヒット時の動作について
図３を用いて説明する。キャッシュヒット処理はステッ
プ２００で始まる。まず、ステップ２０１でヒットした
エントリ３のフラグ域４を判定し、これが値ＰＲＯＢで
あればステップ２０３へ、値ＰＲＯＴであればステップ
２０２へ進む。
図３を用いて説明する。キャッシュヒット処理はステッ
プ２００で始まる。まず、ステップ２０１でヒットした
エントリ３のフラグ域４を判定し、これが値ＰＲＯＢで
あればステップ２０３へ、値ＰＲＯＴであればステップ
２０２へ進む。
【００３３】ステップ２０２（プロテクト領域１でヒッ
トした場合）では、ヒットしたエントリ３のＴＭＳＴフ
ィールド５にアクセスした時点における時計１０の値を
格納し、このエントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが指すプロテ
クト領域１のＭＲＵ位置に移動する。これに伴いＰｒｔ
ＭｒｕＰの値が更新され、キャッシュヒット時の動作は
終了する。
トした場合）では、ヒットしたエントリ３のＴＭＳＴフ
ィールド５にアクセスした時点における時計１０の値を
格納し、このエントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが指すプロテ
クト領域１のＭＲＵ位置に移動する。これに伴いＰｒｔ
ＭｒｕＰの値が更新され、キャッシュヒット時の動作は
終了する。
【００３４】一方、ステップ２０３（審査領域２でヒッ
トした場合）では、ヒットしたエントリ３をＬＲＵテー
ブル３３ａから抜き出し、フラグ域４を値ＰＲＯＴに変
更し、かつＴＭＳＴフィールド５にその時点の時計１０
の値を格納する。ステップ２０４では、プロテクトエン
トリ最大値レジスタ７の値とプロテクトエントリカウン
タ９の値とを比較し、「プロテクト最大値レジスタ７の
値」≦「プロテクトエントリカウンタ９の値」であれば
ステップ２０５を実行する。
トした場合）では、ヒットしたエントリ３をＬＲＵテー
ブル３３ａから抜き出し、フラグ域４を値ＰＲＯＴに変
更し、かつＴＭＳＴフィールド５にその時点の時計１０
の値を格納する。ステップ２０４では、プロテクトエン
トリ最大値レジスタ７の値とプロテクトエントリカウン
タ９の値とを比較し、「プロテクト最大値レジスタ７の
値」≦「プロテクトエントリカウンタ９の値」であれば
ステップ２０５を実行する。
【００３５】ステップ２０５では、ＰｒｔＬｒｕＰが指
すプロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリを、Ｐｒｂ
ＭｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。こ
れに伴いＰｒｔＬｒｕＰの値とＰｒｂＭｒｕＰの値が更
新される。そして、さらにプロテクトエントリカウンタ
９から「１」を引く。
すプロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリを、Ｐｒｂ
ＭｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。こ
れに伴いＰｒｔＬｒｕＰの値とＰｒｂＭｒｕＰの値が更
新される。そして、さらにプロテクトエントリカウンタ
９から「１」を引く。
【００３６】一方、ステップ２０６では、プロテクトエ
ントリカウンタ９に「１」を加え、ステップ２０３で抜
き出したエントリ３を、ＰｒｔＭｒｕＰが指すプロテク
ト領域１のＭＲＵ位置に加える。これに伴いＰｒｔＭｒ
ｕＰ値が更新され、キャッシュヒット時の処理は終了す
る。
ントリカウンタ９に「１」を加え、ステップ２０３で抜
き出したエントリ３を、ＰｒｔＭｒｕＰが指すプロテク
ト領域１のＭＲＵ位置に加える。これに伴いＰｒｔＭｒ
ｕＰ値が更新され、キャッシュヒット時の処理は終了す
る。
【００３７】以上のように、本発明の第１の実施の形態
によれば、プロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリに
アクセスした時刻と、審査領域２のＬＲＵ位置のエント
リにアクセスした時刻との比較により、両者の新旧を判
定することができる（ステップ１０１）。したがって、
この判定をもってプロテクト領域１のＬＲＵ位置近傍の
エントリに該当するキャッシュページの再利用の可能性
を推定することができる。
によれば、プロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリに
アクセスした時刻と、審査領域２のＬＲＵ位置のエント
リにアクセスした時刻との比較により、両者の新旧を判
定することができる（ステップ１０１）。したがって、
この判定をもってプロテクト領域１のＬＲＵ位置近傍の
エントリに該当するキャッシュページの再利用の可能性
を推定することができる。
【００３８】また、プロテクト領域１のサイズを増加さ
せたり（ステップ２０４での判定によりステップ２０５
をスキップする動作）、減少させたり（ステップ１０
３）できるので、プロテクト領域１のサイズを自動的に
適正値に調整することができる。
せたり（ステップ２０４での判定によりステップ２０５
をスキップする動作）、減少させたり（ステップ１０
３）できるので、プロテクト領域１のサイズを自動的に
適正値に調整することができる。
【００３９】例えば、上述したようなバッチ業務におい
ては、あるジョブが働いている間はキャッシュヒットが
続くが、そのジョブが終了し、新たに別のジョブが働き
始めると途端にキャッシュミスが続くようになる。これ
は、ジョブ毎にアクセスするディスク領域が異なること
による。しかし、しばらくすれば新しいジョブに関する
エントリがキャッシュメモリ内に蓄えられ、いずれは以
前と同じようにキャッシュヒットするようになる。
ては、あるジョブが働いている間はキャッシュヒットが
続くが、そのジョブが終了し、新たに別のジョブが働き
始めると途端にキャッシュミスが続くようになる。これ
は、ジョブ毎にアクセスするディスク領域が異なること
による。しかし、しばらくすれば新しいジョブに関する
エントリがキャッシュメモリ内に蓄えられ、いずれは以
前と同じようにキャッシュヒットするようになる。
【００４０】このような場合、上記の本発明を用いれ
ば、キャッシュミスが続くと自動的に審査領域２が拡大
するため、ジョブが切り替わった後のエントリを従来方
式よりも多く蓄えることができる。もちろん、審査領域
２を拡大する一方で、旧ジョブのエントリ３で一杯とな
ったプロテクト領域１を縮小することができるため、無
駄な検索を避けることができるともいえる。このような
観点から、本実施の形態は、プロテクト領域１および審
査領域２のサイズを自動的に適正値に調整することがで
き、従来にない優れた効果を発揮するものといえる。
ば、キャッシュミスが続くと自動的に審査領域２が拡大
するため、ジョブが切り替わった後のエントリを従来方
式よりも多く蓄えることができる。もちろん、審査領域
２を拡大する一方で、旧ジョブのエントリ３で一杯とな
ったプロテクト領域１を縮小することができるため、無
駄な検索を避けることができるともいえる。このような
観点から、本実施の形態は、プロテクト領域１および審
査領域２のサイズを自動的に適正値に調整することがで
き、従来にない優れた効果を発揮するものといえる。
【００４１】次に、本発明の第２の実施の形態について
図を参照して説明する。以下に示すように、本実施の形
態では、本発明のポイントとするところのプロテクト領
域１のサイズの可変方法として、審査領域２におけるヒ
ット率を用いている。
図を参照して説明する。以下に示すように、本実施の形
態では、本発明のポイントとするところのプロテクト領
域１のサイズの可変方法として、審査領域２におけるヒ
ット率を用いている。
【００４２】［第２の実施の形態］図４は、本発明の第
２の実施の形態を示す説明図である。同図に示すよう
に、第２の実施の形態では、図１に示した構成に、キャ
ッシュミス時に新たにＬＲＵテーブル３３ａにエントリ
３を加えた回数を計数する新規投入エントリカウンタ１
１と、審査領域２内でのヒットによりプロテクト領域１
にエントリ３を移動させた回数を計数する審査領域ヒッ
トカウンタ１２とを設けた。なお、図１の場合と同じよ
うに、プロテクトエントリ最大値レジスタ７と、プロテ
クトエントリ最小値レジスタ８とには、キャッシュ初期
化時に予め定数を設定しておく。
２の実施の形態を示す説明図である。同図に示すよう
に、第２の実施の形態では、図１に示した構成に、キャ
ッシュミス時に新たにＬＲＵテーブル３３ａにエントリ
３を加えた回数を計数する新規投入エントリカウンタ１
１と、審査領域２内でのヒットによりプロテクト領域１
にエントリ３を移動させた回数を計数する審査領域ヒッ
トカウンタ１２とを設けた。なお、図１の場合と同じよ
うに、プロテクトエントリ最大値レジスタ７と、プロテ
クトエントリ最小値レジスタ８とには、キャッシュ初期
化時に予め定数を設定しておく。
【００４３】まず、キャッシュミスの場合の動作につい
て図５を参照して説明する。キャッシュミスの処理はス
テップ３００で始まる。ステップ３０１で、審査領域ヒ
ットカウンタ１２の値を、新規投入エントリカウンタ１
１の値で除算した商を一定値と比較し、この結果に応じ
てステップ３０２とステップ３０３をスキップする。ス
テップ３０２では、現在のプロテクトエントリカウンタ
９の値がプロテクトエントリ最小値レジスタ８の値以下
か否かの判定に応じて、次のステップ３０３をスキップ
する。
て図５を参照して説明する。キャッシュミスの処理はス
テップ３００で始まる。ステップ３０１で、審査領域ヒ
ットカウンタ１２の値を、新規投入エントリカウンタ１
１の値で除算した商を一定値と比較し、この結果に応じ
てステップ３０２とステップ３０３をスキップする。ス
テップ３０２では、現在のプロテクトエントリカウンタ
９の値がプロテクトエントリ最小値レジスタ８の値以下
か否かの判定に応じて、次のステップ３０３をスキップ
する。
【００４４】ステップ３０３では、プロテクトエントリ
カウンタ９から「１」を引き、プロテクト領域１のＬＲ
Ｕ位置のエントリ３のフラグ域４を値ＰＲＯＢに変更
し、これを審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。これに
伴いＰｒｔＬｒｕＰとＰｒｂＭｒｕＰの値が更新され
る。この操作により、プロテクト領域１から審査領域２
に１個のエントリ３が移動する。
カウンタ９から「１」を引き、プロテクト領域１のＬＲ
Ｕ位置のエントリ３のフラグ域４を値ＰＲＯＢに変更
し、これを審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。これに
伴いＰｒｔＬｒｕＰとＰｒｂＭｒｕＰの値が更新され
る。この操作により、プロテクト領域１から審査領域２
に１個のエントリ３が移動する。
【００４５】次に、ステップ３０４では、審査領域２の
ＬＲＵ位置のエントリ３をＬＲＵテーブル３３ａから抜
き出し、抜き出したデータをキャッシュメモリから追い
出し、ディスク記憶装置に書き込む。そして、キャッシ
ュミスしたＩ／Ｏの属性情報（すなわち、ディスク記憶
装置上の連続する複数セクタのデータ）をキャッシュペ
ージ３３ｂに登録し、このエントリ３のフラグ域４には
値ＰＲＯＢを格納する。
ＬＲＵ位置のエントリ３をＬＲＵテーブル３３ａから抜
き出し、抜き出したデータをキャッシュメモリから追い
出し、ディスク記憶装置に書き込む。そして、キャッシ
ュミスしたＩ／Ｏの属性情報（すなわち、ディスク記憶
装置上の連続する複数セクタのデータ）をキャッシュペ
ージ３３ｂに登録し、このエントリ３のフラグ域４には
値ＰＲＯＢを格納する。
【００４６】ステップ３０５では、ステップ３０４で作
成した新しいエントリ３を、ＰｒｂＭｒｕＰが指す審査
領域２のＭＲＵ位置に付け加える。これに伴いＰｒｂＭ
ｒｕＰの値が更新される。ステップ３０６で新規投入エ
ントリカウンタ１１に「１」を加える。さらに新規投入
エントリカウンタ１１がオーバーフローする場合には、
新規投入エントリカウンタ１１と審査領域ヒットカウン
タ１２の両方を同時にリセットしてキャッシュミス時の
処理を終了する。
成した新しいエントリ３を、ＰｒｂＭｒｕＰが指す審査
領域２のＭＲＵ位置に付け加える。これに伴いＰｒｂＭ
ｒｕＰの値が更新される。ステップ３０６で新規投入エ
ントリカウンタ１１に「１」を加える。さらに新規投入
エントリカウンタ１１がオーバーフローする場合には、
新規投入エントリカウンタ１１と審査領域ヒットカウン
タ１２の両方を同時にリセットしてキャッシュミス時の
処理を終了する。
【００４７】次に、キャッシュヒット時の動作について
図６を用いて説明する。キャッシュヒット処理はステッ
プ４００で始まる。まず、ステップ４０１でヒットした
エントリ３のフラグ域４を判定し、これが値ＰＲＯＴで
あればステップ４０２へ、値ＰＲＯＢであればステップ
４０３へ進む。
図６を用いて説明する。キャッシュヒット処理はステッ
プ４００で始まる。まず、ステップ４０１でヒットした
エントリ３のフラグ域４を判定し、これが値ＰＲＯＴで
あればステップ４０２へ、値ＰＲＯＢであればステップ
４０３へ進む。
【００４８】ステップ４０２（プロテクト領域１でヒッ
トした場合）では、このエントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが
指すプロテクト領域１のＭＲＵ位置に移動する。これに
伴いＰｒｔＭｒｕＰの値が更新されて、キャッシュヒッ
ト時の操作を終了する。
トした場合）では、このエントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが
指すプロテクト領域１のＭＲＵ位置に移動する。これに
伴いＰｒｔＭｒｕＰの値が更新されて、キャッシュヒッ
ト時の操作を終了する。
【００４９】一方、ステップ４０３（審査領域２でヒッ
トした場合）では、ヒットしたエントリ３をＬＲＵテー
ブル３３ａから抜き出し、フラグ域４を値「ＰＲＯＴ」
に変更する。ステップ４０４では、プロテクトエントリ
最大値レジスタ７の値とプロテクトエントリカウンタ９
の値を比較し、「プロテクト最大値レジスタ７の値≦プ
ロテクトエントリカウンタ９の値」であればステップ４
０５を実行する。
トした場合）では、ヒットしたエントリ３をＬＲＵテー
ブル３３ａから抜き出し、フラグ域４を値「ＰＲＯＴ」
に変更する。ステップ４０４では、プロテクトエントリ
最大値レジスタ７の値とプロテクトエントリカウンタ９
の値を比較し、「プロテクト最大値レジスタ７の値≦プ
ロテクトエントリカウンタ９の値」であればステップ４
０５を実行する。
【００５０】ステップ４０５では、ＰｒｔＬｒｕＰが指
すプロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリ３を、Ｐｒ
ｂＭｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。
これに伴いＰｒｔＬｒｕＰの値とＰｒｂＭｒｕＰの値が
更新される。そして、プロテクトエントリカウンタ９か
ら「１」を引く。
すプロテクト領域１のＬＲＵ位置のエントリ３を、Ｐｒ
ｂＭｒｕＰが指す審査領域２のＭＲＵ位置に移動する。
これに伴いＰｒｔＬｒｕＰの値とＰｒｂＭｒｕＰの値が
更新される。そして、プロテクトエントリカウンタ９か
ら「１」を引く。
【００５１】ステップ４０６で、プロテクトエントリカ
ウンタ９に「１」を加え、ステップ４０３で抜き出した
エントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが示すプロテクト領域１の
ＭＲＵ位置に加える。これに伴いＰｒｔＭｒｕＰの値が
更新される。ステップ４０７で審査領域ヒットカウンタ
１２に「１」を加えて、キャッシュヒット時の処理は終
了する。
ウンタ９に「１」を加え、ステップ４０３で抜き出した
エントリ３をＰｒｔＭｒｕＰが示すプロテクト領域１の
ＭＲＵ位置に加える。これに伴いＰｒｔＭｒｕＰの値が
更新される。ステップ４０７で審査領域ヒットカウンタ
１２に「１」を加えて、キャッシュヒット時の処理は終
了する。
【００５２】以上説明したように、本発明の第２の実施
の形態によれば、プロテクト領域１のエントリが置き換
わる頻度を推察することができる（ステップ３０１）。
したがって、この判定をもってプロテクト領域１のＬＲ
Ｕ位置近傍のエントリ３に該当するキャッシュページ３
３ｂの再利用される可能性を推定することができる。
の形態によれば、プロテクト領域１のエントリが置き換
わる頻度を推察することができる（ステップ３０１）。
したがって、この判定をもってプロテクト領域１のＬＲ
Ｕ位置近傍のエントリ３に該当するキャッシュページ３
３ｂの再利用される可能性を推定することができる。
【００５３】また、プロテクト領域１のサイズを増加さ
せたり（ステップ４０４での判定によりステップ４０５
をスキップする動作）、あるいは減少させたり（ステッ
プ３０３）できるので、プロテクト領域１のサイズを自
動的に適正値に調整することができる。
せたり（ステップ４０４での判定によりステップ４０５
をスキップする動作）、あるいは減少させたり（ステッ
プ３０３）できるので、プロテクト領域１のサイズを自
動的に適正値に調整することができる。
【００５４】なお、上記各実施の形態において、ＭＰＵ
３２と制御プログラム３１ａの作用は、ハードウェアロ
ジックで構成することができる。また、本発明の適用
は、ハードディスク等の磁気ディスク装置に限られるも
のではなく、光ディスク装置やＲＡＭ，フラッシュメモ
リなどの記憶装置であってもよいことは明らかである。
３２と制御プログラム３１ａの作用は、ハードウェアロ
ジックで構成することができる。また、本発明の適用
は、ハードディスク等の磁気ディスク装置に限られるも
のではなく、光ディスク装置やＲＡＭ，フラッシュメモ
リなどの記憶装置であってもよいことは明らかである。
【００５５】さらに、上記で示したキャッシュページの
管理方法は、図７の制御プログラム３１ａとして提供す
ることができ、したがって制御プログラム３１ａを記憶
した媒体（例えばＲＯＭ，ＲＡＭ，フラッシュメモリ
等）も、本発明の一つの実施の形態である。
管理方法は、図７の制御プログラム３１ａとして提供す
ることができ、したがって制御プログラム３１ａを記憶
した媒体（例えばＲＯＭ，ＲＡＭ，フラッシュメモリ
等）も、本発明の一つの実施の形態である。
【００５６】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
プロテクト領域におけるエントリの焦げ付きを検知する
ことができ、これに応じてプロテクト領域のサイズを適
正値に自動調整することができる。したがって、中央処
理装置がアクセスするディスクスペースが急峻に変化す
るような動作環境下であっても、高いヒット率を維持す
ることができる効果がある。なお、本発明は上記各実施
例に限定されず、本発明の技術思想の範囲内において、
各実施例は適宜変更され得ることは明らかである。
プロテクト領域におけるエントリの焦げ付きを検知する
ことができ、これに応じてプロテクト領域のサイズを適
正値に自動調整することができる。したがって、中央処
理装置がアクセスするディスクスペースが急峻に変化す
るような動作環境下であっても、高いヒット率を維持す
ることができる効果がある。なお、本発明は上記各実施
例に限定されず、本発明の技術思想の範囲内において、
各実施例は適宜変更され得ることは明らかである。
【図１】 本発明の一つの実施の形態を示す説明図であ
る。
る。
【図２】 図１に係るＬＲＵテーブルにおけるキャッシ
ュミスのときの手順を示すフローチャートである。
ュミスのときの手順を示すフローチャートである。
【図３】 図１に係るＬＲＵテーブルにおけるキャッシ
ュヒットのときの手順を示すフローチャートである。
ュヒットのときの手順を示すフローチャートである。
【図４】 本発明のその他の実施の形態を示す説明図で
ある。
ある。
【図５】 図４に係るＬＲＵテーブルにおけるキャッシ
ュミスのときの手順を示すフローチャートである。
ュミスのときの手順を示すフローチャートである。
【図６】 図４に係るＬＲＵテーブルにおけるキャッシ
ュヒットのときの手順を示すフローチャートである。
ュヒットのときの手順を示すフローチャートである。
【図７】 一般的なディスク制御装置を示すブロック図
である。
である。
【図８】 従来例を示す説明図である。
１…プロテクト領域、２…審査領域、３…エントリ、４
…フラグ域、５…ＴＭＳＴフィールド、６ａ〜６ｃ…ポ
インタ、７…プロテクトエントリ最大値レジスタ、８…
プロテクトエントリ最小値レジスタ、９…プロテクトエ
ントリカウンタ、１０…時計、１１…新規投入エントリ
カウンタ、１２…審査領域ヒットカウンタ、２０…中央
処理装置、３０…ディスク制御蔵置、３１…ＲＯＭ、３
１ａ…制御プログラム、３２…ＭＰＵ、３３…キャッシ
ュメモリ、３３ａ…ＬＲＵテーブル、３３ｂ…キャッシ
ュページ、４０〜４３…デスク記憶装置。
…フラグ域、５…ＴＭＳＴフィールド、６ａ〜６ｃ…ポ
インタ、７…プロテクトエントリ最大値レジスタ、８…
プロテクトエントリ最小値レジスタ、９…プロテクトエ
ントリカウンタ、１０…時計、１１…新規投入エントリ
カウンタ、１２…審査領域ヒットカウンタ、２０…中央
処理装置、３０…ディスク制御蔵置、３１…ＲＯＭ、３
１ａ…制御プログラム、３２…ＭＰＵ、３３…キャッシ
ュメモリ、３３ａ…ＬＲＵテーブル、３３ｂ…キャッシ
ュページ、４０〜４３…デスク記憶装置。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−189316（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−92941（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−214060（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−204358（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−281350（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−212137（ＪＰ，Ａ) Ｋａｒｅｄｌａ Ｒ．他，ＨＤＤの性 能を改善するためのキャシュ方式を提 案，日経エレクトロニクス，日本，日経 ＢＰ社，1994年 ９月12日，第617号, ｐ．107−121 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/08 - 12/12
Claims (10)
- 【請求項１】 中央処理装置と、この中央処理装置に接
続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ
前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモ
リと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキ
ャッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キ
ャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ
群を制御するための複数のエントリによって構成された
ＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュ
ページの管理方法であって、 前記ＬＲＵテーブルをプロテクト領域と審査領域とに分
割し、 （ａ）キャッシュミスしたときは、前記キャッシュミス
したエントリを前記審査領域に格納し、その際に前記審
査領域でエントリがあふれたときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出すとともに、前記キャッシュミスしたエン
トリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 （ｂ）前記審査領域でキャッシュヒットしたときは、前
記キャッシュヒットしたエントリを抜き出して前記プロ
テクト領域のＭＲＵの位置に移動し、その際に前記プロ
テクト領域でエントリがあふれたときは、前記プロテク
ト領域のＬＲＵの位置のエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に移動し、 （ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理方法において、 前記各エントリの最新にアクセスされた時刻を、前記各
エントリ毎に記憶保持し、 前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込
みまたは読み出しを行うため前記キャッシュメモリにア
クセスした際にキャッシュミスしたときは、前記プロテ
クト領域のＬＲＵの位置のエントリと前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリとについて、前記記憶保持された
両エントリの時刻同士を比較し、 前者の時刻の方が古いときは、前記プロテクト領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置
に移動することにより、前記プロテクト領域のサイズを
縮小し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領
域のＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲ
Ｕの位置のエントリを前記キャッシュメモリから追い出
し、 後者の時刻の方が古いときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりに前記キャッシュミスしたエントリを
前記審査領域のＭＲＵの位置に追加することを特徴とす
るキャッシュページの管理方法。 - 【請求項２】 中央処理装置と、この中央処理装置に接
続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ
前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモ
リと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキ
ャッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キ
ャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ
群を制御するための複数のエントリによって構成された
ＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュ
ページの管理方法であって、 前記ＬＲＵテーブルをプロテクト領域と審査領域とに分
割し、 （ａ）キャッシュミスしたときは、前記キャッシュミス
したエントリを前記審査領域に格納し、その際に前記審
査領域でエントリがあふれたときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出すとともに、前記キャッシュミスしたエン
トリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 （ｂ）前記審査領域でキャッシュヒットしたときは、前
記キャッシュヒットしたエントリを抜き出して前記プロ
テクト領域のＭＲＵの位置に移動し、その際に前記プロ
テクト領域でエントリがあふれたときは、前記プロテク
ト領域のＬＲＵの位置のエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に移動し、 （ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理方法において、 前記審査領域にエントリを格納した回数と、前記審査領
域から前記プロテクト領域にエントリを移動した回数と
を、逐次更新しながら記憶保持し、 前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込
みまたは読み出しを行うため前記キャッシュメモリにア
クセスした際にキャッシュミスしたときは、前記審査領
域から前記プロテクト領域にエントリの移動した回数
を、前記審査領域にエントリの格納された回数で割った
値を、予め設定された所定値と比較し、 前者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリを前記
審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 後者の値の方が大きいときは、前記プロテクト領域内の
ＬＲＵの位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位
置に移動することにより、前記プロテクト領域のサイズ
を縮小し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域のＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬ
ＲＵのエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出すことを特徴とするキャッシュページの管理方
法。 - 【請求項３】 請求項１または２において、 前記記憶装置は、ディスク記憶装置であることを特徴と
するキャッシュページの管理方法。 - 【請求項４】 請求項１または２において、 前記プロテクト領域は、所定の最大値および所定の最小
値の範囲内でサイズが可変されることを特徴とするキャ
ッシュページの管理方法。 - 【請求項５】 請求項１または２において、 前記キャッシュページの管理方法は、バッチ業務で使用
されることを特徴とするキャッシュページの管理方法。 - 【請求項６】 中央処理装置と、この中央処理装置に接
続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ
前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモ
リと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキ
ャッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キ
ャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ
群を制御するための複数のエントリによって構成された
ＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュ
ページの管理プログラムを記憶した媒体であって、 前記ＬＲＵテーブルをプロテクト領域と審査領域とに分
割し、 （ａ）キャッシュミスしたときは、前記キャッシュミス
したエントリを前記審査領域に格納し、その際に前記審
査領域でエントリがあふれたときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出すとともに、前記キャッシュミスしたエン
トリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 （ｂ）前記審査領域でキャッシュヒットしたときは、前
記キャッシュヒットしたエントリを抜き出して前記プロ
テクト領域のＭＲＵの位置に移動し、その際に前記プロ
テクト領域でエントリがあふれたときは、前記プロテク
ト領域のＬＲＵの位置のエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に移動し、 （ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理プログラムを記憶した媒体において、 前記各エントリの最新にアクセスされた時刻を、前記各
エントリ毎に記憶保持し、 前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込
みまたは読み出しを行うため前記キャッシュメモリにア
クセスした際にキャッシュミスしたときは、前記プロテ
クト領域のＬＲＵの位置のエントリと前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリとについて、前記記憶保持された
両エントリの時刻同士を比較し、 前者の時刻の方が古いときは、前記プロテクト領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位置
に移動することにより、前記プロテクト領域のサイズを
縮小し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査領
域のＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬＲ
Ｕの位置のエントリを前記キャッシュメモリから追い出
し、 後者の時刻の方が古いときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりに前記キャッシュミスしたエントリを
前記審査領域のＭＲＵの位置に追加することを特徴とす
るキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体。 - 【請求項７】 中央処理装置と、この中央処理装置に接
続された記憶装置と、前記中央処理装置に接続されかつ
前記記憶装置よりもアクセス速度の速いキャッシュメモ
リと、このキャッシュメモリ内に設けられかつ複数のキ
ャッシュページからなるキャッシュページ群と、前記キ
ャッシュメモリ内に設けられかつ前記キャッシュページ
群を制御するための複数のエントリによって構成された
ＬＲＵテーブルとを備えたシステムにおけるキャッシュ
ページの管理プログラムを記憶した媒体であって、 前記ＬＲＵテーブルをプロテクト領域と審査領域とに分
割し、 （ａ）キャッシュミスしたときは、前記キャッシュミス
したエントリを前記審査領域に格納し、その際に前記審
査領域でエントリがあふれたときは、前記審査領域のＬ
ＲＵの位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモ
リから追い出すとともに、前記キャッシュミスしたエン
トリを前記審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 （ｂ）前記審査領域でキャッシュヒットしたときは、前
記キャッシュヒットしたエントリを抜き出して前記プロ
テクト領域のＭＲＵの位置に移動し、その際に前記プロ
テクト領域でエントリがあふれたときは、前記プロテク
ト領域のＬＲＵの位置のエントリを前記審査領域のＭＲ
Ｕの位置に移動し、 （ｃ）前記プロテクト領域でキャッシュヒットしたとき
は、前記キャッシュヒットしたエントリが前記プロテク
ト領域のＭＲＵの位置にくるように、前記プロテクト領
域内の各エントリの順番を入れ替えるようにしたキャッ
シュページの管理プログラムを記憶した媒体において、 前記審査領域にエントリを格納した回数と、前記審査領
域から前記プロテクト領域にエントリを移動した回数と
を、逐次更新しながら記憶保持し、 前記中央処理装置が、前記記憶装置内にデータの書き込
みまたは読み出しを行うため前記キャッシュメモリにア
クセスした際にキャッシュミスしたときは、前記審査領
域から前記プロテクト領域にエントリの移動した回数
を、前記審査領域にエントリの格納された回数で割った
値を、予め設定された所定値と比較し、 前者の値の方が大きいときは、前記審査領域のＬＲＵの
位置のエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出し、代わりにキャッシュミスしたエントリを前記
審査領域のＭＲＵの位置に追加し、 後者の値の方が大きいときは、前記プロテクト領域内の
ＬＲＵの位置のエントリを、前記審査領域のＭＲＵの位
置に移動することにより、前記プロテクト領域のサイズ
を縮小し、前記キャッシュミスしたエントリを前記審査
領域のＭＲＵの位置に追加し、さらに前記審査領域のＬ
ＲＵのエントリを抜き出して前記キャッシュメモリから
追い出すことを特徴とするキャッシュページの管理プロ
グラムを記憶した媒体。 - 【請求項８】 請求項６または７において、 前記記憶装置は、ディスク記憶装置であることを特徴と
するキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒
体。 - 【請求項９】 請求項６または７において、 前記プロテクト領域は、所定の最大値および所定の最小
値の範囲内でサイズが可変されることを特徴とするキャ
ッシュページの管理プログラムを記憶した媒体。 - 【請求項１０】 請求項６または７において、 前記キャッシュページの管理プログラムは、バッチ業務
で使用されることを特徴とするキャッシュページの管理
プログラムを記憶した媒体。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14623798A JP3279253B2 (ja) | 1998-05-27 | 1998-05-27 | キャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体 |
| US09/321,115 US6233700B1 (en) | 1998-05-27 | 1999-05-27 | Method for management of cache page and medium having a cache page management program stored therein |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14623798A JP3279253B2 (ja) | 1998-05-27 | 1998-05-27 | キャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11338775A JPH11338775A (ja) | 1999-12-10 |
| JP3279253B2 true JP3279253B2 (ja) | 2002-04-30 |
Family
ID=15403212
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14623798A Expired - Fee Related JP3279253B2 (ja) | 1998-05-27 | 1998-05-27 | キャッシュページの管理方法およびキャッシュページの管理プログラムを記憶した媒体 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6233700B1 (ja) |
| JP (1) | JP3279253B2 (ja) |
Families Citing this family (6)
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|---|---|---|---|---|
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| JP4792335B2 (ja) | 2006-06-16 | 2011-10-12 | 富士通株式会社 | Ｒａｉｄ装置、ｒａｉｄ制御プログラムおよびキャッシュ管理方法 |
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| US8190652B2 (en) * | 2007-12-06 | 2012-05-29 | Intel Corporation | Achieving coherence between dynamically optimized code and original code |
| JP2014137749A (ja) * | 2013-01-17 | 2014-07-28 | Fujitsu Ltd | ストレージ装置、書込制御方法、および書込制御プログラム |
Family Cites Families (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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Also Published As
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