DE69224710T2

DE69224710T2 - Geräteverwaltungssystem in einem Rechnerssystem

Info

Publication number: DE69224710T2
Application number: DE69224710T
Authority: DE
Inventors: Akinori Sakata
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1991-12-11
Filing date: 1992-12-11
Publication date: 1998-07-02
Anticipated expiration: 2012-12-12
Also published as: EP0546567A3; JP3119919B2; DE69224710D1; EP0546567B1; US5537595A; JPH05158744A; EP0546567A2

Description

Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf ein Vorrichtungsverwaltungssystem in einem Computersystem zum Verwalten oder Beaufsichtigen von Vorrichtungen, die ein Computersystem bilden, und insbesondere auf ein Speicherverwaltungssystem in einem Computersystem zum Fortschreiben von Werten der verstrichenen Zeit für nicht bezogene oder Nicht-Bezug-Realseiten (engl. unreferenced real pages) in einem Realspeicher. Auf die Werte der verstrichenen Zeit wird im folgenden als Nicht-Bezug- Intervallzählungen (UIC) (engl. unreferenced interval counts) Bezug genommen. Die vorliegende Erfindung bezieht sich ausführlicher auf ein Vorrichtungsverwaltungssystem, wie z.B. ein Speicherverwaltungssystem in einem Computersystem, zum Realisieren der Verwaltung und Fortschreiben von Prozessen mit einer minimalen CPU-Nutzungszeit.
Durch Fortschreiben von Nicht-Bezug-Intervallzählungen für Nicht-Bezug-Realseiten eines Realspeichers in einem Computersystem kann z.B. ein Betriebssystem eine Vorrichtung, wie z.B. eine Eingabe/Ausgabeeinheit, eine Systemspeichereinheit oder einen Hauptspeicher, periodisch beaufsichtigen, die das Compu tersystem bildet. Die Ausführung einer solchen Verwaltungsverarbeitung monopolisiert die Verwendung einer CPU, so daß eine für Anwendungsprogramme verfügbare Operationszeit zum Ausführen einer Datenverarbeitung verringert ist. Es ist daher notwendig, einen Aufbau zu schaffen, in dem die Verwaltungsverarbeitung ausgeführt wird, indem so wenig CPU-Zeit wie möglich verwendet wird.
Im Stand der Technik wird in einem Computersystem die Verwaltung von Vorrichtungen, die ein Computersystem bilden, in einer konstanten Zeitperiode ohne Rücksicht auf den Lastzustand der zu verwaltenden Vorrichtung ausgeführt.
In einem Computersystem werden z.B. die Nicht-Bezug-Intervallzählungen für Nicht-Bezug-Realseiten in dem Realspeicher beaufsichtigt (überwacht), so daß die Realseite mit der längsten Nicht-Bezug-Intervallzählung zu einer externen Speicher einheit seitenweise ausgelagert wird. Im Stand der Technik wird die Beaufsichtigung dieser Nicht-Bezug-Intervallzählungen ausgeführt, indem geprüft wird, ob seit dem letzten beaufsichtigenden Zyklus auf jede Realseite zugegriffen worden ist oder nicht, und, falls auf die Realseite zugegriffen worden ist, wird ihre Nicht-Bezug-Intervallzählung auf Null zurückgestellt, und, falls auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist, wird die seit dem letzten beaufsichtigenden Zyklus verstrichene Zeit in der Nicht-Bezug-Intervallzählung akkumuliert.
Wenn der Lastzustand der zu verwaltenden Vorrichtung ein überlastzustand ist, besteht im wesentlichen eine hohe Wahrscheinlichkeit, daß der Betriebszustand der Vorrichtung innerhalb einer kurzen Zeit geändert wird, und daher muß die Beaufsichtigung der Vorrichtung häufig ausgeführt werden. Wohingegen, wenn die Last nicht schwer ist, eine hohe Wahrscheinlichkeit besteht, daß der Betriebszustand der zu verwaltenden Vorrichtung innerhalb einer kurzen Zeit nicht geändert wird, und es daher nicht notwendig ist, die Vorrichtung so häufig zu beaufsichtigen.
Beispielsweise wird für einen Fall, in dem die zu verwaltende Vorrichtung ein Realspeicher ist, eine Erklärung gegeben. In diesem Fall wird die Nicht-Bezug-Intervallzählung jeder Realseite in dem Realspeicher beaufsichtigt. Wenn nämlich die Frequenz eines Zugreifens auf die Realseiten hoch ist, kann die die längste Nicht-Bezug-Intervallzählung repräsentierende Realseite nicht genau bestimmt werden, es sei denn, die Nicht- Bezug-Intervallzählung wird mit einer kurzen Zeitperiode von z.B. einer Sekunde beaufsichtigt. Wohingegen, wenn die Zugriffsfrequenz auf die Realseiten niedrig ist, die die längste Nicht-Bezug-Intervallzählung repräsentierende Realseite genau bestimmt werden kann, selbst wenn die Nicht-Bezug-Intervall zählung mit einer langen Periode von z.B. zehn Sekunden beaufsichtigt wird.
Im Stand der Technik wird jedoch die Beaufsichtigung der zu verwaltenden Vorrichtung mit einer konstanten Zeitperiode ohne Rücksicht auf den Lastzustand der Vorrichtung ausgeführt. Wenn die Last der zu verwaltenden Vorrichtung nicht schwer ist, läuft daher ein Verwaltungsprogramm zum Ausführen einer Verwaltungsverarbeitung mehr als notwendig. Während das Verwaltungsprogramm läuft, ist auch eine Prozessorunterbrechung gesperrt. In einem Multiprozessorsystem ist jedoch eine Serialisierung der Prozessoren notwendig. Demgemäß verringert ein häufigeres Laufenlassen des Verwaltungsprograinms als notwendig die verfügbare Zeit, um Programme laufen zu lassen, und verursacht eine übermäßige Aufreihung oder Warteschlangenbildung von Programmen, die durch die serialisierten Prozessoren für eine relativ lange Zeit laufengelassen werden.
IBM Technical Disclosure Bulletin, Bd. 16, Nr. 8, Januar 1974, Seite 2734, New York, P. R. Hoffman et al. "page Replacement Algorithm" offenbart einen Algorithmus, worin, um das Entziehen aktiver Arbeitbereichseiten zu verhindern, auf die für Perioden der verstrichenen Zeit kein Bezug genommen wird, einfach weil der Adreßraum zeitweise nicht abgefertigt wurde, die sich auf eine Aktivität einzelner Nutzer (Adreßräume) beziehende Seite überwacht wird und eine zu entziehende Seite nur ausgewählt wird, falls auf sie für einen vordef inierten Betrag der CPU-Ausführungszeit dieses Adreßraums kein Bezug genommen worden ist. Der Lastzustand des ganzen Realspeichers wird nicht gemessen, und eine allen Adreßräumen gemeinsame Verwaltungsperiode wird nicht bestimmt.
EP-A-0 280 091 offenbart ein Verfahren zum Steuern einer Datenübertragung zwischen Speichern in einem Computersystem, das einen Global-Least-Recently-Used-(GLRU)-Ansatz verwendet. Dieses GLRU-Verfahren bestimmt auf einer systemweiten Basis, auf welche Speicherseiten jüngst Bezug genommen worden ist, durch Verwenden eines Kerntabelle-Scanmechanismus. Die Rate einer Ausführung des Kerntabelle-Scanmechanismus hängt von der Last auf dem System ab.
Gemäß der vorliegenden Erfindung wird ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem geschaffen, das angepaßt ist, um eine Vorrichtung zu verwalten, die eine Vielzahl zu verwaltender Mechanismen aufweist, welches System umfaßt:
eine Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit zum Bestimmen einer Verwaltungsperiode auf eine solche Weise, daß die Verwaltungsperiode kürzer ist, je größer ein Lastzustand der Vorrichtung ist, und die Verwaltungsperiode länger ist, je geringer der Lastzustand ist;
eine Verwaltungseinheit zum Ausführen einer Verwaltungsverarbeitung der Vorrichtung gemäß der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit bestimmten Verwaltungsperiode; und
eine Lastmeßeinheit zum Messen eines Wertes eines Lastzustands der Vorrichtung;
worin die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit die Verwaltungsperiode gemäß dem Wert des Lastzustandes bestimmt, der durch die Lastmeßeinheit gemessen wurde, und die Verwaltungseinheit eine Verwaltungsperiode-Verteilungseinheit aufweist, die angeordnet ist, um innerhalb der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit bestimmten Verwaltungsperiode die Ausführung einer Verwaltungsverarbeitung der Vielzahl Mechanismen zu verteilen.
Die vorliegende Erfindung ist im Hinblick auf die obigen Probleme gemacht, und eine Ausführungsform kann ein neues Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem liefern, das die Verwaltung von zu verwaltenden Vorrichtungen mit weniger CPU-Zeit durch Ändern der Zeitperiode der Verwaltung gemäß der Last der zu verwaltenden Vorrichtung realisieren kann, und kann auch ein neues Speicherverwaltungssystem in einem Computersystem schaffen, das innerhalb einer kurzen CPU-Zeit einen Zeitwert fortschreiben kann, für den auf eine Realseite nicht Bezug genommen worden ist.
Gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung umfaßt in dem obigen System die Verwaltungseinheit ferner eine Verwaltungsperiode-Änderungseinheit zum sequentiellen Ändern der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit bestimmten Verwaltungsperiode, um so provisorische Verwaltungsperioden zu liefern, welche provisorische Verwaltungsperiode sich von der Verwaltungsperiode in dem letzten Verwaltungszyklus zu der Verwaltungsperiode in dem aktuellen Verwaltungszyklus in dazwischenliegenden inkrementalen Schritten ändert.
Die zu verwaltende Vorrichtung kann ein Realspeicher zum Speichern einer Vielzahl von Realseiten sein. In diesem Fall ist das Vorrichtungsverwaltungssystem ein Speicherverwaltungssystem zum Fortschreiben einer Nicht-Bezug-Intervallzählung jeder Realseite in einem Realspeicher. In diesem System umfaßt die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit vorzugsweise: Intervallzähler-Verwaltungseinheiten zum Speichern der UICs der den virtuellen Räumen zugeordneten Realseiten; eine Bestimmungseinheit zum Bestimmen einer UIC-Fortschreibungsperiode als Antwort auf eine System-Bezug-UIC, die gleich dem Wert der maximalen Raum-Bezug-UIC ist, wobei jede der Raum-Bezug-UICs von der Raum-Maximum-UIC unter den UICs von einem virtuellen Raum zugeordneten Realseiten und einer dem virtuellen Raum gegebenen Realspeicherpriorität abgeleitet wird, welche UIC-Fortschreibungsperiode auf solche Weise bestimmt ist, daß die spezifizierte UIC-Fortschreibungsperiode länger ist, je größer die System-UIC ist, und die spezifizierte UIC-Fortschreibungsperiode kürzer ist, je kürzer die System-UIC ist; eine Beurteilungsein heit, die mit der Bestimmungseinheit wirksam verbunden ist, zum Beurteilen, ob die UIC jeder einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC-Fortschreibungsperiode erreicht oder nicht; und eine Fortschreibeinheit, die mit der Beurteilungseinheit wirksam verbunden ist, zum Fortschreiben der UIC der dem virtuellen Raum zugeordneten Realseite durch Addieren der durch die Intervallzähler-Verwaltungseinheiten gespeicherten UICs zu der UIC, wenn die UIC einer einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC-Fortschreibungsperiode übersteigt und wenn seit der letzten Fortschreibungsperiode auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist, und zum Zurückstellen der UIC der dem virtuellen Raum zugeordneten Realseite auf Null, wenn die UIC einer einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC- Fortschreibungsperiode übersteigt, wenn aber seit der letzten Fortschreibungsperiode auf die Realseite zugegriffen worden ist.
In dem obigen System kann die Raum-Bezug-UIC jedes virtuellen Raums durch Teilen der Raum-Maximum-UIC des virtuellen Raums durch die dem virtuellen Raum gegebene Realspeicherpriorität erhalten werden, und die UIC-Fortschreibungsperiode kann durch Multiplizieren der System-Bezug-UIC mit einer angeforderten Genauigkeit der System-Bezug-Ub bestimmt werden.
Beispielhaft wird auf die beiliegenden Zeichnungen Bezug genommen, in denen:
Fig. 1 ein Hauptaufbaudiagramm eines Aspekts der vorliegen den Erfindung ist;
Fig. 2 ein Hauptaufbaudiagramm eines anderen Aspekts der vorliegenden Erfindung ist;
Fig. 3 ein Blockdiagramm ist, das eine Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
Fig. 4 ein Diagramm zum Erläutern des Aufbaus von Seiten in einem Realspeicher in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
Fig. 5A ein Diagramm ist, das Verwaltungsdaten in PFTEs in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 5B ein Diagramm ist, das die Änderung von Inhalten von PFTEs in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 6 ein Diagramm ist, das Verwaltungsdaten in einer entsprechenden Beziehung zwischen einer Realseite und einem virtuellen Raum in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 7 ein Diagramm ist, das Verwaltungsdaten in einem OUCB und einem MCT in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 8 ist ein Diagramm ist, das Listen verfügbarer Seitenrahmen (engl. available frame queues) in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 9 ein Diagramm ist, das einen Seitenersetzungsprozeß in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 10 ein Diagramm ist, das einen Seitenersetzungsprozeß in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 11 ein Diagramm ist, das einen eine UIC-Fortschreibungsperiode ändernden Prozeß in einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert;
Fig. 12 ein Diagramm ist, das UIC-Fortschreibungsprozesse für jeweilige virtuelle Räume gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung erläutert; und
Fig. 13 ein Diagramm ist, das UIC-Fortschreibungsprozesse für jeweilige virtuelle Räume gemäß einer anderen Ausführungs form der vorliegenden Erfindung erläutert.
Figur 1 zeigt einen Hauptaufbau eines Vorrichtungsverwaltungssystems in einem Computersystem gemäß der vorliegenden Erfindung.
In Fig. 1 ist 1 das Computersystem in bezug auf die vorliegende Erfindung. Das Computersystem 1 umfaßt eine zu verwaltende Vorrichtung 10, eine Nutzeinheit 11, eine Lastmeßeinheit 12, eine Verwaltungseinheit 13 und eine Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14. Diese Einheiten sind hier durch Hardware und Programme aufgebaut oder nur durch Programme aufgebaut.
Die zu verwaltende Vorrichtung 10 ist das Verwaltungsobjekt. Die Nutzeinheit 11 nutzt die zu verwaltende Vorrichtung 10. Die Lastmeßeinheit 12 mißt den Lastzustandswert der Vorrichtung 10, die verwaltet werden soll und durch die Nutzeinheit 11 genutzt wird. Die Verwaltungseinheit 13 verwaltet die zu verwaltende Vorrichtung 10. Die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14 bestimmt die Periode der durch die Verwaltungseinheit 13 ausgeführten Verwaltung.
In dem Vorrichtungsverwaltungssystem in einem Computersystem in bezug auf die vorliegende Erfindung bestimmt die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14 gemäß dem Wert des durch die Lastmeßeinheit 12 gemessenen Lastzustands einen Verwaltungsperiodenwert, der ein Wert einer kurzen Verwaltungsperiode ist, wenn ein Zustand mit einer großen Last vorliegt, und ein Wert einer langen Verwaltungsperiode, wenn ein Zustand mit ge ringer Last vorliegt. Die Verwaltungseinheit 13 führt als Antwort auf die Bestimmung des Verwaltungsperiodenwerts eine Verwaltungsverarbeitung der zu verwaltenden Vorrichtung 10 gemäß einer kurzen Verwaltungsperiode aus, wenn die Last der zu verwaltenden Vorrichtung 10 schwer ist, und führt eine Verwaltungsverarbeitung der zu verwaltenden Vorrichtung 10 gemäß einer langen Verwaltungsperiode aus, wenn die Last der zu verwaltenden Vorrichtung 10 gering ist.
Wenn die Last der zu verwaltenden Vorrichtung 10 leicht ist, ist es folglich nicht notwendig, die Verwaltungsverarbeitung so oft auszuführen, so daß die Verwaltungsverarbeitung durch die Verwaltungseinheit 13 gemäß der langen Periode ausgeführt wird. Durch diesen Aufbau tritt die unnötige Aktivierung der Verwaltungseinheit 13 nicht auf, und die Verwaltung der zu verwaltenden Vorrichtung 10 kann mit wenig CPU-Zeit realisiert werden.
Wenn die Verwaltungseinheit 13 eine Verwaltungsverarbeitung der zu verwaltenden Vorrichtung 10 gemäß der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14 bestimmten Verwaltungsperiode ausführt und wenn die zu verwaltende Vorrichtung 10 eine Vielzahl zu verwaltender Mechanismen aufweist, kann die Verwaltungsverarbeitung der zu verwaltenden Einheit ausgeführt werden, indem die Verfügbarkeit einer Verwaltungsverarbeitung auf die zu verwaltenden Mechanismen innerhalb der Zeit der Verwaltungsperiode verteilt wird. Auf diese Weise kann die Konzentration der CPU-Nutzung für einen bestimmten Mechanismus in der Vorrichtung 10 verhindert werden.
Wenn die Verteilung ausgeführt wird, kann die Verwaltungseinheit 13 die durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14 bestimmte Verwaltungsperiode nicht sofort nutzen, kann aber vorläufige Verwaltungsperiodenwerte nutzen, die durch sequentielles Ändern von der zu dieser Zeit eingestellten Verwaltungsperiode zu dem durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit 14 bestimmten Verwaltungsperiodenwert bestimmt werden. Auf diese Weise kann ein nachteiliger Effekt auf die Verwaltungsverarbeitung, der durch eine plötzliche Änderung der Verwaltungsperiode verursacht wird, verhindert werden.
Fig. 2 zeigt einen Hauptaufbau eines Speicherverwaltungssy stems in einem Computersystem gemäß der vorliegenden Erfindung. In Fig. 2 ist 1 ein Computersystem in bezug auf die vorliegende Erfindung. Das Computersystem umfaßt einen Realspeicher 20, der eine Hauptspeichereinheit bildet, eine Zugriffsanforderungseinheit 21, eine Seitenersetzungseinheit 22, eine Realspeicher-Verwaltungseinheit 23, eine Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24, eine Bestimmungseinheit 29, eine Beurteilungs einheit 30 und eine Fortschreibeinheit 31.
Der Realspeicher 20 speichert Speicherdaten von Realseiten, die von einer nicht dargestellten externen Speichereinheit ge laden werden. Die Zugriffsanforderungseinheit 21 führt einen Zugriff auf eine Realseite in dem Realspeicher 20 aus. Wenn eine Anforderung, die Realseite durch eine andere Realseite zu ersetzen, gegeben wird, lagert die Seitenersetzungseinheit 22 Speicherdaten einer Realseite mit der längsten Nicht-Bezug Intervallzählung seitenweise aus, die den Wert der längsten verstrichenen Zeit repräsentiert, während der auf die Realseite nicht Bezug genommen worden ist, und lädt neue Speicherdaten einer neuen Realseite von der externen Speichereinheit.
Die Realspeicher-Verwaltungseinheit 23 beaufsichtigt den Realspeicher 20, um zu prüfen, ob auf jede Realseite zugegriffen worden ist oder nicht, und akkumuliert die Nicht-Bezug- Intervallzählung jeder Seite, auf die nicht zugegriffen worden ist.
Die Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24 ist aufgebaut durch eine Seitenbeziehung-Verwaltungseinheit 25, Bezug-UIC- Verwaltungseinheiten 26, die vorgesehen sind, um den jeweiligen virtuellen Räumen zu entsprechen, eine Maximum-UIC-Verwaltungs einheit 27 und Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28, die vorgesehen sind, um den jeweiligen virtuellen Räumen zu entsprechen.
Die Seitenbeziehung-Verwaltungseinheit 25 verwaltet die Beziehung zwischen den in dem Realspeicher 20 vorgesehenen Realseiten und virtuellen Seiten in virtuellen Räumen. Jede der Bezug-UIC-Verwaltungseinheiten 26 verwaltet einen Bezugswert, der aus dem Maximalwert der Nicht-Bezug-Intervallzählungen der Realseiten in dem entsprechenden virtuellen Raum und einer dem entsprechenden virtuellen Raum gegebenen Realspeicherpriorität erhalten wird. Die Maximum-UIC-Verwaltungseinheit 27 verwaltet den maximalen Bezugswert der Bezugswerte, die durch die Bezug- UIC-Verwaltungseinheit 26 verwaltet werden. Jede der Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 verwaltet die Nicht-Bezug- Intervallzählung der Realseiten in dem Realspeicher 20 entspre chend dem entsprechenden virtuellen Raum.
Die Bestimmungseinheit 29 bestimmt gemäß dem durch die Maximum-UIC-Verwaltungseinheit 27 verwalteten maximalen Wert, die durch die Fortschreibeinheit 31 bestimmte Fortschreibungsperi ode. Die Beurteilungseinheit 30 beurteilt gemäß einer vorbe stimmten Beurteilungsausführperiode, ob die Verwaltungswerte, d.h. die Nicht-Bezug-Intervallzählungen, der jeweiligen Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 größer als der durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmte Fortschreibungsperiodenwert sind oder nicht. Die Fortschreibeinheit 31 führt einen Fortschreibungs- oder Rückstellprozeß der Nicht-Bezug-Intervallzählungen aus, die durch die Realspeicher-Verwaltungseinheit 23 verwaltet werden, und führt einen Rückstellprozeß der Verwaltungswerte in den Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 aus.
Weil der maximale Bezugswert der durch die Maximum-UIC- Verwaltungseinheit 27 verwalteten Nicht-Bezug-Intervallzählungen den Lastzustand des Realspeichers 20 repräsentiert, spezifiziert in dem in Fig. 2 gezeigten Speicherverwaltungssystem die Bestimmungseinheit 29 gemäß dem maximalen Wert eine lange Fortschreibungsperiode, wenn der maximale Wert groß ist, und eine kurze Fortschreibungsperiode, wenn der maximale Wert klein ist. Die Beurteilungseinheit 30 beurteilt dann nach Empfang der Entscheidung über die Fortschreibungsperiode und gemäß der vorbestimmten Beurteilungsausführperiode, ob der Verwaltungswert in jeder der Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 größer als die durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmte Fortschreibungsperiode ist oder nicht, um so zu beurteilen, ob sie. die Fortschreibungszeit der durch die Realspeicher-Verwaltungseinheit 23 verwalteten Nicht-Bezug-Intervallzählung erreicht oder nicht.
Falls durch die Bestimmungseinheit 29 beurteilt wird, daß die Zeit die Fortschreibungszeit erreicht, schreibt die Fortschreibeinheit 31 die Nicht-Bezug-Intervallzählungen der Realseiten in den virtuellen Räumen entsprechend den Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 und der Realseiten, auf die seit der letzten Fortschreibzeit nicht zugegriffen worden ist, gemäß den Intervallzählungen in den Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28 fort. Auf der anderen Seite werden die Nicht-Bezug- Intervallzählungen der Realseiten, auf die zugegriffen worden ist, auf Null zurückgestellt, und die Intervallzählungen in den Intervall-Verwaltungseinheiten 28 werden auf Null zurückgestellt.
Wenn die Last des Realspeichers 20 leicht ist, kann auf diese Weise eine durch die Seitenersetzungseinheit 22 zu ersetzende Realseite genau bestimmt werden, selbst wenn die Nicht- Bezug-Intervallzählung nicht so häufig fortgeschrieben wird, und außerdem wird der Fortschreibungsprozeß durch die Fortschreibungseinheit 31 mit einer langen Periode ausgeführt. Die Fortschreibungseinheit 31 wird somit nicht unnötig aktiviert, so daß die Fortschreibung der Nicht-Bezug-Intervallzählungen, die durch die Realspeicher-Verwaltungseinheit 23 verwaltet werden, mit einer kurzen CPU-Zeit ausgeführt werden kann.
In der Ausführung des Fortschreibungsprozesses der Nicht-Bezug-Intervallzählungen gemäß der durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmten Fortschreibungsperiode kann als eine Alternative, um den Fortschreibungsprozeß zu einer Zeit auszuführen, wenn die Beurteilungseinheit 30 beurteilt, daß die Fortschreibungszeit erreicht ist, die Prozeßausführung durch die Fortschreibeinheit 31 von diesem Zeitpunkt an und innerhalb der durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmten Fortschreibungsperiode verteilt werden. Auf diese Weise kann eine konzentrierte Nutzung der CPU, während die Nicht-Bezug-Intervallzählungen gerade fortgeschrieben werden, verhindert werden.
Als eine Alternative, um die durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmte Fortschreibungsperiode sofort zu nutzen, kann die Fortschreibeinheit 31 provisorische Fortschreibungsperioden verwenden, die durch sequentielles Ändern der beurteilten Ausführperioden von der zu dieser Zeit eingestellten Fortschreibungsperiode zu der durch die Bestimmungseinheit 29 bestimmten Fortschreibungsperiode bestimmt sind, und, wenn die provisonschen Fortschreibungsperioden verwendet werden, wird die näch ste provisorische Periode nicht verwendet, bis die eingestellte provisorische Periode vorüber ist. Auf diese Weise kann eine ineffiziente Fortschreibungsverarbeitung infolge schneller Änderungen in der Fortschreibungsperiode verhindert werden.
Im folgenden werden Ausführungsformen der vorliegenden Erfindung ausführlich beschrieben, in denen die zu verwaltende Vorrichtung ein Realspeicher ist und die Fortschreibungsperiode gemäß den Nicht-Bezug-Intervallzählungen von Realseiten in dem Realspeicher geändert wird. Man beachte, daß wie in Fig. 2 erläutert ist, die Nicht-Bezug-Intervallzählung ein akkumulierter Wert der Zeit ist, während der auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist, und auf sie wird allgemein als eine UIC (engl. unreferenced interval count) (Nicht-Bezug-Intervallzählung) Bezug genommen.
Figur 3 zeigt ein Beispiel des Aufbaus der Ausführungsform In der Figur ist 20 der Realspeicher, der in Fig. 2 gezeigt ist. Der Realspeicher 20 ist in Seiten eingeteilt, die jeweils eine Kapazität von z.B. 4 KBytes haben, wie in Fig. 4 gezeigt ist. Speicherdaten in jeder Seite werden als eine Einheit gehandhabt, die durch Speicherdaten in einer nicht dargestellten externen Speichereinheit ersetzt werden soll.
Bezugsziffer 23 ist die in Fig. 2 gezeigte Realspeicher- Verwaltungseinheit, 24 ist die in Fig. 2 gezeigte Virtueller- Raum-Verwaltungseinheit, 40 ist eine Systementscheidungs- Verwaltungseinheit (SDM) (engl. system decision managing unit), die in einem Betriebssystem vorgesehen ist, und so ist eine Realspeicher-Verwaltungseinheit (RSM) (engl. real storage managing unit). Die SDM 40 umfaßt einen UIC-Fortschreibungsprozeß Aufrufmodul 41, einen Ersetzungsprozeß-Aufrufmodul 42 und einen Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43. Die RSM 50 umfaßt einen UIC- Prozeßausführung- Fortschreibungsmodul 51 und einen Ersetzungsprozeß-Aufrufmodul 52.
Als nächstes werden alle diese Einheiten und Module ausführlich beschrieben.
Die Realspeicher-Verwaltungseinheit 23 besteht aus Seitenrahmen-Tabelleneinträgen (PFTE) 230, die vorgesehen sind, um den Realseiten in dem Realspeicher 20 in einer Eins-zu-Eins- Entsprechung zu entsprechen. Jeder dieser PFTEs 230 speichert, wie in Fig. 5A dargestellt ist, die UIC der entsprechenden Realseite und die Information, ob seit dem letzten Fortschreibungszyklus der UIC auf die Realseite zugegriffen worden ist oder nicht. In Fig. 5A sind hier der einfachen Zeichnung willen nur drei PFTEs 230 veranschaulicht, die drei Realseiten entsprechen. Wenn die Gesamtzahl der Realseiten des Realspeichers Neun beträgt, beträgt in der Praxis jedoch, wie in Fig. 5B dargestellt ist, die Zahl der PFTEs 230 ebenfalls Neun. Jeder der PFTEs 230 speichert die UIC der entsprechenden Seite und die Information, ob seit dem letzten Fortschreibungszyklus auf die Realseite zugegriffen worden ist oder nicht. Wenn seit dem letzten Fortschreibungszyklus auf die Realseite zugegriffen worden ist, wird die UIC der Realseite auf Null zurückgestellt. Wenn auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist, wird die UIC der Realseite um Eins erhöht, was die UIC-Fortschreibungs prozeß-Aktivierperiode ist. So wird die UIC = 0 zu 1 fortgeschrieben, wenn auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist; die UIC = 3 wird zu 0 fortgeschrieben, wenn auf die Realseite zugegriffen worden ist; usw. Man beachte, daß bei jeder einen Fortschreibungsprozeß aktivierenden Periode die UICs aller Realseiten nicht fortgeschrieben werden, sondern nur die UICs der einem bestimmten virtuellen Raum zugeordneten Realseiten fortgeschrieben werden.
Die Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24 besteht aus lokalen Bereichen 244 und einem gemeinsamen Raumbereich 245.
In den Raumbereichen 244 sind Seitenbeziehung-Verwaltungseinheiten 240 vorgesehen, um den virtuellen Räumen A bis Z in einer Eins-zu-Eins-Entsprechung zu entsprechen. Jede der Seitenbeziehung-Verwaltungseinheiten 240 verwaltet die entsprechende Beziehung zwischen einem virtuellen Raum und einer oder mehr, dem virtuellen Raum zugeordneten Realseiten in dem Realspeicher 20.
In dem gemeinsamen Bereich 245 sind Systementscheidungsver walter-Steuerblöcke (OUCBs) 241 vorgesehen, um den virtuellen Räumen in einer Eins-zu-Eins-Entsprechung zu entsprechen. Jeder der OUCBs 241 verwaltet den maximalen Wert (auf den im folgenden als Raum-Maximum-UIC verwiesen wird) in den UICs der Realseiten entsprechend dem virtuellen Raum und Raum-Bezug-UICs, von denen jede durch Teilen der Raum-Maximum-UIC durch eine Realspeicherpriorität bestimmt wird, die dem entsprechenden virtuellen Raum gegeben ist.
Der gemeinsame Bereich 245 enthält ferner Systementscheidungsverwalter-Erweiterungssteuerblöcke (OUXBs) 242, die vorgesehen sind, um den virtuellen Räumen in einer Eins-zu-Eins- Entsprechung zu entsprechen. Jeder der OUXBs 242 verwaltet eine verstrichene Zeit von der letzten Aktivierung der UIC-Fortschreibungsverarbeitung der UIC der dem entsprechenden virtuellen Raum zugeordneten Realseiten an. Auf die verstrichene Zeit wird als eine Intervallzählung verwiesen.
Die Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24 enthält ferner in dem gemeinsamen Bereich 245 einen Speichersteuerblock (MCT) 243 (engl. memory control block) zum Verwalten des maximalen Werts (auf den im folgenden als eine System-Maximum-UIC Bezug genom men wird) in den durch die OUCBs 241 verwalteten Raum-Maximum- UICs und des maximalen Werts (auf den im folgenden als eine System-Bezug-UIC verwiesen wird) in den durch die OUCBs 241 verwalteten Raum-Bezug-UICs.
Die hier erläuterten Seitenbeziehung-Verwaltungseinheiten 240 sind die gleichen wie die Seitenbeziehung-Verwaltungseinheit 25, die mit Verweis auf Fig. 2 erklärt wurde. Die OUCBs 241 sind die gleichen wie die Bezug-UIC-Verwaltungseinheiten 26, die mit Verweis auf Fig. 2 erläutert wurden. Die OUXBs 242 sind die gleichen wie die Intervallzähler-Verwaltungseinheiten 28, die unter Bezugnahme auf Fig. 2 erklärt wurden. Der MCT 243 ist der gleiche wie die mit Verweis auf Fig. 2 erläuterte Maximum-UIC-Verwaltungseinheit 27.
Figur 6 zeigt ein Beispiel der Verwaltungsdaten der Seitenbeziehung-Verwaltungseinheiten 240. Wie in Fig. 6 gezeigt ist, sind die Seitenbeziehung-Verwaltungseinheiten 240 vorgesehen, um den virtuellen Räumen zu entsprechen. Jede der Einheiten 240 verwaltet die entsprechenden Beziehungen zwischen den Realseiten in dem Realspeicher 20 und den virtuellen Seiten in dem entsprechenden virtuellen Raum. In dem veranschaulichten Beispiel sind Realseiten 1 und 5 zwei virtuellen Seiten in dem virtuellen Raum A zugeordnet, sind Realseiten 2, 6 und 3 drei virtuellen Seiten in dem virtuellen Raum B zugeordnet, und sind Realseiten 7, 4 und 8 drei virtuellen Seiten in dem virtuellen Raum C zugeordnet. Die Raum-Maximum-UIC in dem OUCB entsprechend dem virtuellen Raum A ist 12, weil der maximale Wert von UICs, die 3 und 12 sind, in den Realseiten 1 und 5 12 ist. Die Raum-Maximum-UIC in dem OUCB entsprechend dem virtuellen Raum B ist 24, weil dies der maximale Wert der UICs, die 6, 24 und 9 sind, in den Realseiten 2, 6 und 3 ist. Die Raum-Maximum-UIC in dem OUCB entsprechend dem virtuellen Raum C ist 15, weil der maximale Wert der UICs, welche 7, 1 und 15 sind, in den Realseiten 7, 4 und 8 15 ist. Die System-Maximum-UIC ist 24.
Fig. 7 zeigt ein Beispiel der Verwaltungsdaten in den OUCBs 241 und dem MCT 243. Wie in Fig. 7 gezeigt ist, beträgt, wenn der maximale Wert der UICs der dem virtuellen Raum A zugeordneten Realseiten "12 Sekunden" ist, die Raum-Maximum-UIC des virtuellen Raums A "12 Sekunden"; wenn der maximale Wert der UICs der dem virtuellen Raum B zugeordneten Realseiten "24 Sekunden" ist, beträgt die Raum-Maximum-UIC des virtuellen Raums B "24 Sekunden"; wenn der maximale Wert der UICs der dem virtuellen Raum C zugeordneten Realseiten "15 Sekunden" ist, beträgt die Raum-Maximum-UIC des virtuellen Raums C "15 Sekunden"; und, wenn die virtuellen Räume nur diese drei sind, ist die System- Maximum-UIC "24 Sekunden", was deren Maximum ist. Falls die Realspeicherpriorität des virtuellen Raums A "6" ist, ist die Raum-Bezug-UIC "2 Sekunden"; falls die Realspeicherpriorität des virtuellen Raums B "3" ist, ist die Raum-Bezug-UIC des virtuellen Raums B "8 Sekunden"; falls der Realspeicherpriorität des virtuellen Raums C "1" ist, ist die System-Bezug-UIC "15 Sekunden"; und, falls es wie oben nur drei virtuelle Räume gibt, ist die System-Bezug-UIC "15 Sekunden", was deren Maximum ist.
In dem in Fig. 7 gezeigten Beispiel verwalten die OUCBs 241 die Raum-Maximum-UICs, die "12 Sekunden", "24 Sekunden" und "15 Sekunden" für die virtuellen Räume A, B bzw. C sind, und die Raum-Bezug-UICs, die "2 Sekunden", "8 Sekunden" und "15 Sekunden" für die virtuellen Räume A, B bzw. C sind. Andererseits verwaltet der MCT 243 die System-Bezug-UIC, die in dem veranschaulichten Beispiel "24 Sekunden" ist, und die System-Bezug- UIC, die in dem veranschaulichten Beispiel "15 Sekunden" ist.
Wie vorher beschrieben wurde, reprasentiert jede der UICs den akkumulierten Wert der verstrichenen Zeit, während der auf die entsprechende Realseite nicht zugegriffen worden ist. Jede der UICs wird, wie später beschrieben wird, gemäß einer vorbestimmten Fortschreibungsperiode akkumuliert und wird auf Null zurückgestellt, wenn während der Zeit von dem letzten Fortschreibungszyklus an ein Zugriff ausgeführt wird. Wenn die Raum-Maximum-UIC groß ist, bedeutet dies daher, daß die Realseiten des entsprechenden virtuellen Raums nicht so häufig verwendet werden, und, falls sie gering ist, werden die Realseiten des entsprechenden virtuellen Raums häufig verwendet. Wenn die System-Maximum-UIC groß ist, bedeutet dies, daß die Realseiten in dem System als ganzes nicht so häufig verwendet werden, und, falls sie gering ist, werden die Realseiten in dem System als ganzes häufig verwendet.
Somit repräsentieren die Raum-Maximum-UICs die Verwendungszustände der entsprechenden virtuellen Räume. Wenn die Raum- Maximum-UICs ohne irgendeine Modifikation verwendet werden, um die Verwendungszustände der virtuellen Räume jeweils auszuwerten, können jedoch keine gewichteten Auswertungen der jeweiligen virtuellen Räume ausgeführt werden. Durch Vorsehen der Realspeicherprioritäten für die virtuellen Räume werden somit die Raum-Bezug-UICs eingeführt, und sogar für die virtuellen Räume mit den gleichen Raum-Maximum-UICs hat die Raum-Bezug-UIC des virtuellen Raums mit einer größeren Realspeicherpriorität einen kleinen Wert, und durch Auswerten von Bedingungen mit dieser Raum-Bezug-UIC erscheint die Realseite, als ob auf sie häufig zugegriffen würde.
Wie später beschrieben wird, werden, wenn die Realseiten in dem Realspeicher 20 zu einer externen Speichereinheit seitenweise ausgelagert werden sollen, die Auslagerungsoperationen der Realseiten in der Reihenfolge von der Realseite mit einer größeren Bezug-UIC, d.h. der durch Teilen der UIC der Realseite durch die Realspeicherpriorität bestimmten UIC, ausgeführt. Gemäß der Raum-Bezug-UIC, die durch Verwenden der Realspeicherpriorität erhalten wurde, wird daher vorzugsweise zugelassen, daß die virtuellen Räumen mit größeren Realspeicherprioritäten zugeordneten Realseiten in dem Realspeicher 20 bleiben. Als Folge repräsentiert die System-Bezug-UIC den Verwendungszustand des Realspeichers 20 als ganzes, wenn die Realspeicherprioritäten der jeweiligen virtuellen Räume berücksichtigt werden.
Der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 in der in Fig. 3 gezeigten RSM 50 ordnet eine Realseite einer virtuellen Seite zu, wenn ein Programm in einem einen Zugriff anfordernden Ursprung auf die virtuelle Seite Bezug nimmt und wenn eine Realseite der virtuellen Seite nicht zugeordnet ist. Um diesen Prozeß bei hoher Geschwindigkeit auszuführen, verwaltet der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 eine Warteschlange bzw. Liste durch Warten oder Beibehalten einer vorbestimmten Anzahl verfügbarer Realseiten als eine Liste verfügbarer Seitenrahmen.
Figur 8 zeigt die Liste verfügbarer Seitenrahmen. Wie in Fig. 8 dargestellt ist, wird die Liste verfügbarer Seitenrahmen durch PFTEs 230 realisiert, die durch Zeiger in den PFTEs 230 verbunden sind. Eine verfügbare Realseite oder einen verfügbaren Rahmen oder Seitenrahmen läßt man nämlich einer PFTE 230 entsprechen. In den den leeren Realseiten entsprechenden PFTEs 230 werden Zeiger, die jeweils die Kopfadresse der nächsten PFTE 230 anzeigen, geschrieben, um die Liste verfügbarer Seitenrahmen zu bilden. Der Zeiger in dem PFTE 230 in dem letzten Eintrag der Warteschlange bzw. Liste ist Null, was anzeigt, daß es keine weitere Realseite gibt, die mit der Liste verfügbarer Seitenrahmen verbunden ist. Eine verfügbare Realseite wird realisiert, indem die Speicherdaten der Realseite zu einem externen Speicher seitenweise ausgelagert werden, wenn die UIC der Realseite groß ist. Der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 führt einen Seitenersetzungsprozeß auf eine solche Weise aus, daß, wenn die Zahl der mit der Liste verfügbarer Seitenrahmen verbundenen Realseiten durch Zuordnen von Realseiten von der Liste verfügbarer Seitenrahmen verringert wird, die Inhalte einer Realseite, die einer anderen virtuellen Seite zugeordnet ist, seitenweise so ausgelagert werden, daß die Realseite verfügbar wird und dann die leere Realseite in der Liste verfügbarer Seitenrahmen eingereiht wird.
Figur 9 zeigt eine Ausführungssequenz des Seitenersetzungsprozesses. Wie in Fig. 9 gezeigt ist, informiert die RSM 50, wenn die Zahl der in der Liste verfügbarer Seitenrahmen einge reihten Realseiten so verringert ist, daß sie niedriger als ein vorbestimmter unterer Grenzwert ist, die SDM 40 über diese Tatsache. Wenn sie diese Information empfängt, aktiviert die SDM den Ersetzungsprozeß-Aufrufmodul 42. Der Ersetzungsprozeß- Auf rufmodul 42 sucht zuerst jeden OUCB 241 in der Virtueller- Raum-Verwaltungseinheit 24, um einen oder mehr virtuelle Räume mit einer großen Raum-Bezug-UIC zu bestimmen, und dann wird, indem der Name eines virtuellen Raums in den bestimmten virtuellen Räumen und eine UIC bezeichnet werden, die ein Ausführungsbezug des Seitenersetzungsprozesses sein soll (am Beginn ist sie die System-Bezug-UIC), der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 gerufen. Durch Bezeichnen des Namens eines virtuellen Raums, für den eine geringe Möglichkeit besteht, das auf ihn zugegriffen wird, wird der Ersetzungsprozeßmodul 52 gerufen.
Der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 sucht zuerst, wenn er wie oben gerufen wird, die PFTEs 230 in der Realspeicher- Verwaltungseinheit 23, um eine Realseite mit einer Bezug-UIC zu bestimmen, die größer als die mitgeteilten Ulos in den dem mitgeteilten virtuellen Raum zugeordneten Realseiten ist, und dann wird die bestimmte Realseite seitenweise ausgelagert und wird in die Liste verfügbarer Seitenrahmen eingereiht. Die Steuerung wird dann an den Ersetzungsprozeß-Aufrufmodul 42 zurückgegeben.
Wenn die Steuerung zurückgegeben ist, bezeichnet dann der Ersetzungsprozeß-Aufrufmodul 42 einen der Namen der virtuellen Räume, der von dem vorher bestimmten Namen verschieden ist, und eine UIC, die ein Ausführungsbezug für den Seitenersetzungsprozeß sein soll, um so den Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 zu rufen. Durch Wiederholen dieses Prozesses nimmt die Zahl der in der Liste verfügbarer Seitenrahmen eingereihten Realseiten bis zum oberen Grenzwert zu. Zu dieser Zeit wird, falls die UIC, die der Ausführungsbezug für den bezeichneten Seitenersetzungsprozeß ist, die Zahl der Realseiten bis zum oberen Grenzwert nicht erhöhen kann, die für den Ausführungsbezug zu verwendende UIC allmählich verringert, was die Zunahme der Zahl der Realseiten bis zum oberen Grenzwert zur Folge hat.
Auf diese Weise lagert der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 sequentiell die Realseiten in der Reihenfolge von der größeren Bezug-UIC seitenweise aus und reiht sie in die Liste verfügbarer Seitenrahmen ein, wie in Fig. 10 dargestellt ist. In Fig. sind die Realseiten in der Reihenfolge von den Seiten 1 bis 6 seitenweise ausgelagert. Wenn der Prozeß beendet ist, versieht der Ersetzungsprozeß-Ausführmodul 52 die SDM 40 mit der Information der Realseite, die eingereiht ist. Gemäß der Information schreibt die SDM 40 die Verwaltungsdaten fort, wie z.B. die System-Bezug-UIC in der Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24.
Wie aus der obigen Beschreibung des Seitenersetzungsprozesses ersichtlich sein wird, wird, wenn die Last des Realspeichers 20 eine überlast wird, die Ergänzung der Realseiten zu der Liste verfügbarer Seitenrahmen durch den Seitenersetzungsprozeß häufig ausgeführt, so daß die Realseiten mit größeren Bezug-UICs Schritt für Schritt seitenweise ausgelagert werden, was zur Folge hat, daß der Wert der System-Bezug-UIC kleiner wird. Wenn andererseits die Last des Realspeichers 20 leicht wird, wird die Ergänzung der Realseiten zu der Liste verfügbarer Seitenrahmen durch den Seitenersetzungsprozeß nicht so häufig ausgeführt, so daß der Wert der System-Bezug-UIC größer wird. Somit repräsentiert die System-Bezug-UIC den Verwendungszustand des Realspeichers 20 als ganzes und repräsentiert den Lastzustand des Realspeichers 20 als ganzes.
Wie im folgenden beschrieben wird, wird, wenn auf eine Realseite nicht zugegriffen wird, die UIC der Realseite gemäß einer durch den Intervallzähler bestimmten UIC-Fortschreibungsperiode sequentiell fortgeschrieben. Wenn seit dem letzten Fortschreibungszyklus auf sie zugegriffen worden ist, wird die UIC der Realseite auf Null zurückgestellt. Folglich wird die UIC der Realseite gemäß der Zeit der UIC-Fortschreibungsperiode hochgezählt. Um sicherzustellen, daß der Ersetzungsprozeß- Ausführmodul 52 einen genauen Seitenersetzungsprozeß ausführt, nämlich die Realseiten mit einer größeren Bezug-UIC in der Liste verfügbarer Seitenrahmen genau einzureihen, ist es demgemäß notwendig, eine kürzere UIC-Fortschreibungsperiode einzustellen. Wenn z.B. eine UIC-Fortschreibungsperiode von einer Sekunde verwendet wird, können eine Bezug-UIC von 11 Sekunden und eine Bezug-UIC von 19 Sekunden genau unterschieden werden; wenn aber eine UIC-Fortschreibungsperiode von 10 Sekunden verwendet wird, können diese beiden Bezug-UICs nicht unterschieden werden.
Aus dem obigen Grund muß die UIC-Fortschreibungsperiode kurz gemacht werden, falls der Ausführung des genauen Seitenersetzungsprozesses Vorzug gegeben wird. Falls sich dies so verhält, wird jedoch die CPU-Zeit, die benötigt wird, um den UIC- Fortschreibungsprozeß auszuführen, so erhöht, daß ein Problem insofern entsteht, als die verfügbare Operationszeit für Problem-(Anwendungs-)Programme zum Ausführen einer Datenverarbeitung verkürzt wird. Gemäß der vorliegenden Erfindung kann daher, wie mit Verweis auf Fig. 2 erläutert wurde, wenn die Last des Realspeichers 20 leicht ist, der Seitenersetzungsprozeß genau ausgeführt werden, selbst wenn die UIC der Realseite nicht so häufig fortgeschrieben wird. Basierend auf dieser Tatsache wird die Fortschreibungsperiode der UIC gemäß der Last des Realspeichers 20 bestimmt.
Als nächstes wird der Fortschreibungsprozeß der UIC-Fortschreibungsperiode einer Realseite gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung gemäß den Prozessen beschrieben, die durch den UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 und den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 in der in Fig. 3 gezeigten SDM 40 und den UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 in der in Fig. 3 gezeigten RSM 50 ausgeführt werden. Figur 11 zeigt die Sequenz zum Ausführen des Änderungsprozesses der UIC-Fortschreibungsperiode.
Die SDM 40 aktiviert den UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 bei jeder UIC-Fortschreibungsprozeß-Aktivierperiode, die auf Intervalle von einer Sekunde eingestellt ist. Der UIC- Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 vergleicht, wenn er wie oben aktiviert wurde, zuerst den Wert des durch jeden OUXB 242 in der Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24 verwalteten Intervallzählers und die durch den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 vorher berechnete UIC-Fortschreibungsperiode, um zu prüfen, ob ein virtueller Raum mit einem Intervallzählerwert, der größer als die UIC-Fortschreibungsperiode ist, vorhanden ist oder nicht. Es sollte bemerkt werden, daß die UIC- Fortschreibungsperiode gemäß der vorliegenden Erfindung gemäß dem Verwendungszustand des Realspeichers 20 geändert wird. Falls es einen virtuellen Raum mit einem Intervallzählerwert gibt, der größer als die UIC-Fortschreibungsperiode ist, wird dann der UIC-Fortschreibungsperiode-Ausführmodul 51 durch Bezeichnen des Namens des spezifizierten virtuellen Raums und des entsprechenden Intervall zählerwertes gerufen.
Der so wie oben gerufene UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 sucht zuerst die PFTEs 230 in der Realspeicher- Verwaltungseinheit 23, die dem benannten virtuellen Raum zugeordnet sind, um dem mitgeteilten virtuellen Raum zugeordnete Realseiten zwischen Realseiten, für die aufgezeichnet ist, daß auf sie zugegriffen worden ist, und Realseiten zu unterscheiden, für die aufgezeichnet ist, daß auf sie nicht zugegriffen worden ist. Die UICs der Realseiten, für die aufgezeichnet ist, daß auf sie zugegriffen worden ist, werden dann auf Null zurückgestellt, und die UICs der Realseiten, für die aufgezeichnet ist, daß auf sie nicht zugegriffen worden ist, werden durch den mitgeteilten Intervallzählerwert erhöht. Die Steuerung wird dann an den UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 zurückgegeben.
Nachdem die Steuerung zurückgegeben ist, prüft der UIC- Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41, ob es einen anderen virtuellen Raum mit einem Intervallzählerwert gibt, der größer als die UIC-Fortschreibungsperiode ist, oder nicht. Falls einer vorhanden ist, wird dann der UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 durch Bezeichnen des Namens des spezifizierten virtuellen Raums und des entsprechenden Intervallzählerwerts gerufen. Indem man diesen Prozeß wiederholt, wird die Fortschreibung der UIC aller Realseiten ausgeführt, die nicht in der Liste verfügbarer Seitenrahmen eingereiht sind. Wenn die Fortschreibungsperiode der UIC der Realseite jedes virtuellen Raums beendet ist, teilt der UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 dem UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 die Raum- Maximum-UIC mit. Der UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 empfängt diese Information und schreibt die Verwaltungsdaten in dem OUCB 241 und dem MCT 243 fort.
Wenn die Fortschreibungsprozesse der UICs der Realseiten, die allen virtuellen Räumen zugeordnet sind, wo die Intervallzählerwerte größer als die UIC-Fortschreibungsperioden sind, beendet sind, ruft dann folglich der UIC-Fortschreibungsprozeß- Aufrufmodul 41 den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43. Der so gerufene Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 sucht zuerst den MCT 243 in der Virtueller-Raum-Verwaltungseinheit 24, um die System-Bezug-UIC zu erhalten, und dann wird durch Verwenden dieser System-Bezug-UIC eine neue UIC-Fortschreibungsperiode, die mit dem Intervallzählerwert verglichen werden soll, bei der nächsten UIC-Fortschreibungsprozeß- Aktivierperiode gemäß dem folgenden Ausdruck berechnet. Eine neue UIC-Fortschreibungsperiode wird nämlich gemäß dem Ausdruck:
UIC-Fortschreibungsperiode = System-Bezug-UIC x geforderte Genauigkeit
berechnet. Die geforderte Genauigkeit im obigen Ausdruck bedeutet hier die Genauigkeit, die für eine UIC einer Realseite erforderlich ist. Wenn z.B. die System-Bezug-UIC 100 Sekunden beträgt und wenn die Genauigkeit von 10 % für die UIC jeder Realseite gefordert wird, wird die UIC-Fortschreibungsperiode gemäß dem obigen Ausdruck als 10 Sekunden (= 100 Sekunden x 0,1) bestimmt.
Wie oben beschrieben wurde, repräsentiert die System-Bezug- UIC eine Angabe des Lastzustandes des Realspeichers 20 als Gan zes. Die System-Bezug-UIC ist klein, wenn die Last des Realspeichers 20 groß ist, und ist groß, wenn die Last des Realspeichers 20 klein ist. Wenn die Last des Realspeichers 20 groß ist, wird folglich die UIC jeder Realseite gemäß einer kurzen Periode fortgeschrieben; und wenn die Last des Realspeichers 20 gering ist, wird die UIC jeder Realseite gemäß einer langen Periode fortgeschrieben. Sogar durch dieses Verfahren kann ein genauer Seitenersetzungsprozeß ausgeführt werden. Von diesem Gesichtspunkt aus wird durch Fortschreiben der UIC einer Realseite gemäß einer langen Periode der Umfang der für den UIC Fortschreibungsprozeß verwendeten CPU-Ressourcen verringert, und der Verlust von CPU-Ressourcen infolge einer Serialisierung von Prozessen in den UIC-Fortschreibungsprozessen in einem Multiprozessorsystem kann verhindert werden.
Zu jedem Zeitpunkt der eine UIC-Fortschreibung aktivierenden Periode, die auf eine Sekunde eingestellt ist, wird nämlich herkömmlicherweise die UIC der Realseite jedes virtuellen Raums mit einem großen Intervallzählerwert fortgeschrieben. Im Gegensatz dazu wird in der vorliegenden Erfindung, wie in Fig. 12 dargestellt ist, wenn die System-Bezug-UIC 100 Sekunden beträgt und wenn die erforderliche Genauigkeit 10% ist, die UIC der Realseite jedes virtuellen Raums mit einem großen Intervallzählerwert zu der Zeit jeder UIC-Fortschreibungsperiode von 10 Sekunden fortgeschrieben, die durch den Fortschreibungsperiode- Berechnungsmodul 43 berechnet wurde. Daher kann der Verbrauch der CPU-Ressourcen, die erforderlich sind, um den Fortschreibprozeß der UIC auszuführen, sehr reduziert werden, und der Verlust an CPU-Ressourcen aufgrund der Serialisierung des UIC- Fortschreibprozesses in einem Multiprozessorsystem kann größtenteils verhindert werden.
Um die obigen Effekte der vorliegenden Erfindung weiter zu erhöhen, führt der UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 in der SDM 40 die Fortschreibungsprozesse der UICs der Realseiten zu einem Zeitpunkt in jeder der UIC-Fortschreibungsperioden nicht aus, die durch den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 berechnet wurden, sondern führt die Prozesse, wie in Fig. 13 gezeigt, innerhalb der UIC-Fortschreibungsperiode ver teilt aus.
Bezugnehmend auf Fig. 12 und 13 nehme man nämlich an, daß:
die Menge der einem virtuellen Raum A zugeordneten Realseiten = Na,
die Menge der einem virtuellen Raum B zugeordneten Realseiten = Nb,
die Menge der einem virtuellen Raum C zugeordneten Realseiten = Nc,
...
die Menge der einem virtuellen Raum J zugeordneten Realseiten = Nj, und
die Gesamtzahl der Realseiten, die in der Liste verfügbarer Seitenrahmen nicht eingereiht sind, N (= Na + Nb + ... Nj) ist. Die durch den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 berechnete UIC-Fortschreibungsprozeß-Aktivierperiode beträgt eine Sekunde. Gemäß dieser Ausführungsform der vorliegenden Erfindung werden innerhalb jeder der UIC-Fortschreibungsprozeß- Aktivierperioden die UIC-Fortschreibungsprozesse der folgenden, oberen begrenzten Zahl von Realseiten ausgeführt:
obere begrenzte Seitenzahl = N/UIC-Fortschreibungsperiode. Die obere begrenzte Seitenzahl ist nämlich eine durchschnittliche Seitenzahl bei jeder UIC-Fortschreibungsprozeß-Aktivierperiode von einer Sekunde.
Dieser UIC-Fortschreibungsprozeß wird auf solch eine Weise ausgeführt, daß der UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 durch die SDM 40 bei jeder UIC-Fortschreibungsprozeß-Aktivierperiode aktiviert wird, die auf Intervalle von einer Sekunde eingestellt ist. Der so aktivierte UIC-Fortschreibungsprozeß- Auf rufmodul 41 bezeichnet dann den Namen des virtuellen Raums und den Intervallzählerwert, um den UIC-Fortschreibungsprozeß- Ausführmodul 51 zu rufen. Als Antwort auf den Ruf führt der UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 die UIC-Fortschreibungsverarbeitung der Realseiten aus, die dem virtuellen Raum zugeordnet sind, der vom UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 mitgeteilt wurde. Der UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 informiert dann den UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 über die Zahl der durch den UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 verarbeiteten Realseiten. Der UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 akkumuliert die von dem UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 mitgeteilten Realseitenzahlen. Falls der akkumulierte Wert die obere Grenze der Seitenzahlen nicht überschreitet, fährt der UIC-Fortschreibungsprozeß- Aufrufmodul 41 fort, den nächsten Namen eines virtuellen Raums und den Intervallzählerwert zu bezeichnen, um den UIC-Fortschreibungsprozeß-Ausführmodul 51 zu rufen, um den obigen Prozeß zu wiederholen, bis die Zahl akkumulierter Realseiten die obere Grenze der Seitenzahlen übersteigt. Wenn die Zahl akkumulierter Realseiten die obere Grenze von Seitenzahlen erreicht, der UIC-Fortschreibungsprozeß in der UIC-Fortschreibungsprozeß Aktivierperiode von einer Sekunde, wird ein ähnlicher Prozeß für die anderen virtuellen Räume wiederholt, die in der vorherigen UIC-Fortschreibungsprozeß-Aktivierperiode nicht verarbeitet worden sind.
Wie durch Vergleichen von Fig. 12 und Fig. 13 ersichtlich sein wird, kann durch Ausführen des UIC-Fortschreibungsprozesses die konzentrierte Nutzung der CPU für ein UIC-Fortschreiben verhindert werden.
Die von dem Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 erhaltene UIC-Fortschreibungsperiode wird bei jeder UIC-Fort schreibungsprozeß-Aktivierperiode berechnet, die auf Intervalle von einer Sekunde eingestellt ist. Durch diesen Aufbau kann jedoch die UIC-Fortschreibungsperiode gelegentlich eine große Änderung von z.B. vier Sekunden nach acht Sekunden erfahren. Falls gemäß dem oben erwähnten UIC-Fortschreibungsprozeß eine solche Änderung stattfindet, gibt es insofern einen Nachteil, als, wenn die UIC-Fortschreibungsperiode vier Sekunden beträgt, die UIC der Realseite bei 1/4 dieser Zeit fortgeschrieben wird, wohingegen die nächste einen Fortschreibungsprozeß aktivierende Periode zu 1/8 dieser Zeit geändert wird, wenn die UIC-Fort schreibungsperiode zu acht Sekunden geändert wird.
Gemäß noch einer anderen Ausführungsform der vorliegenden Erfindung verwendet daher der UIC-Fortschreibungsprozeß-Aufrufmodul 41 die durch den Fortschreibungsperiode-Berechnungsmodul 43 berechnete UIC-Fortschreibungsperiode nicht direkt, sondern führt, um unter Verwendung des obigen Beispiels zu erläutern, die UIC-Fortschreibung durch Verwenden der UIC-Fortschreibungsperiode von vier Sekunden aus; führt dann nach deren Abschluß die UIC-Fortschreibung durch Verwenden der UIC-Fortschreibungsperiode von fünf Sekunden aus; führt dann nach deren Abschluß die UIC-Fortschreibung durch Verwenden der UIC-Fortschreibungsperiode von sechs Sekunden aus; und führt dann nach deren Abschluß die UIC-Fortschreibung durch Verwenden der UIC-Periode von sieben Sekunden aus; und führt dann nach deren Abschluß die UIC-Fortschreibung durch Verwenden der UIC-Periode von acht Sekunden aus.
Durch Ausführen dieses UIC-Fortschreibungsproze.sses kann die Erzeugung eines nachteiligen UIC-Fortschreibungs-Verarbeitungsergebnisses infolge einer schnellen Änderung in der UIC- Fortschreibungsperiode verhindert werden.
Die vorliegende Erfindung ist nicht auf die oben beschriebenen Ausführungsformen beschränkt. Zum Beispiel ist die vorliegende Erfindung für die Ausführungsformen beschrieben worden, die für die UIC-Fortschreibungsprozesse von Realseiten verwendet werden; die vorliegende Erfindung kann jedoch auf andere Vorrichtungen angewandt werden, die durch das Computersystem verwaltet werden sollen. Die zu verwaltenden Vorrichtungen können eine Eingabe/Ausgabeeinheit, eine Systemspeichereinheit usw. sein.
Wie oben beschrieben wurde, kann gemäß der vorliegenden Erfindung in einem Computersystem, wenn eine zu verwaltende Vorrichtung verwaltet wird, die Verwaltung mit einer reduzierten CPU-Zeit realisiert werden. Außerdem kann beim Realisieren der Verwaltung die Konzentration der CPU-Nutzung verhindert werden, und ein nachteiliges Verwaltungsprozeßergebnis infolge einer schnellen Anderung in der Verwaltungsperiode kann verhindert werden.

Claims

1. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem, das angepaßt ist, um eine Vorrichtung (10) zu verwalten, die eine Vielzahl zu verwaltender Mechanismen aufweist, welches System umfaßt:

eine Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) zum Bestimmen einer Verwaltungsperiode auf solch eine Weise, daß die Verwaltungsperiode kürzer ist, je größer der Lastzustand der Vorrichtung (10) ist, und die Verwaltungsperiode länger ist, je kleiner der Lastzustand ist;

eine Verwaltungseinheit (13) zum Ausführen einer Verwaltungsverarbeitung der Vorrichtung (10) gemäß der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) bestimmten Verwaltungsperiode; und

eine Lastmeßeinheit (12) zum Messen eines Wertes eines Lastzustands der Vorrichtung (10);

worin die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) angepaßt ist, um die Verwaltungsperiode gemäß dem durch die Lastmeßeinheit (12) gemessenen Wert des Lastzustands zu bestimmen, und die Verwaltungseinheit (13) eine Verwaltungsperiode-Verteilungseinheit (41, 51 und 23) aufweist, die angeordnet ist, um innerhalb der durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) bestimmten Verwaltungsperiode die Ausführung einer Verwaltungsverarbeitung der Vielzahl von Mechanismen zu verteilen.

2. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem nach Anspruch 1, worin die Verwaltungseinheit (13) ferner eine Verwaltungsperiode-Änderungseinheit (41, 43) aufweist, um die durch die Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) bestimmte Verwaltungsperiode sequentiell zu ändern, um so provisorische Verwaltungsperioden zu liefern, welche provisorischen Verwaltungsperioden sich von der Verwaltungsperiode in dem vorherigen Verwaltungszyklus zu der Verwaltungsperiode in dem aktuellen Verwaltungszyklus in dazwischenliegenden Inkrementalschritten ändern.

3. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem nach Anspruch 1 oder 2, worin die zu verwaltende Vorrichtung (10) ein Realspeicher (20) zum Speichern einer Vielzahl von Realseiten ist.

4. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem nach Anspruch 3, worin das Vorrichtungsverwaltungssystem ein Speicherverwaltungssystem zum Fortschreiben einer Nicht-Bezug- Intervallzählung UIC jeder Realseite in einem Realspeicher ist, welche Verwaltungsperiode-Bestimmungseinheit (14) umfaßt:

Intervallzähler-Verwaltungseinheiten (28) zum Speichern der UICs der den virtuellen Räumen zugeordneten Realseiten;

eine Bestimmungseinheit (29) zum Bestimmen der UIC-Fortschreibungsperiode als Antwort auf eine System-Bezug-UIC, die gleich dem maximalen Wert der Raum-Bezug-UICs ist, wobei jede der Raum-Bezug-UICs von der maximalen UIC unter den UICs der einem virtuellen Raum zugeordneten Realseiten und einer dem virtuellen Raum gegebenen Realspeicherpriorität abgeleitet wird, welche UIC-Fortschreibungsperiode auf solch eine Weise bestimmt wird, daß die spezifizierte UIC-Fortschreibungsperiode länger ist, je größer die System-Bezug-UIC ist; und die spezifizierte UIC-Fortschreibungsperiode kürzer ist, je kürzer die System-Bezug-UIC ist;

eine Beurteilungseinheit (30), die mit der Bestimmungseinheit (29) wirksam verbunden ist, zum Beurteilen, ob die UIC jeder einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC-Fortschreibungsperiode übersteigt; und

eine Fortschreibeinheit (31), die mit der Beurteilungseinheit (30) wirksam verbunden ist, zum Fortschreiben der UIC der dem virtuellen Raum zugeordneten Realseite durch Addieren der in den Intervallzähler-Verwaltungseinheiten (28) gespeicherten UICs zu der UIC, wenn die UIC einer einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC-Fortschreibungsperiode übersteigt und wenn seit der letzten Fortschreibungsperiode auf die Realseite nicht zugegriffen worden ist, und zum Zurückstellen der UIC der dem virtuellen Raum zugeordneten Realseite auf Null, wenn die UIC der einem virtuellen Raum zugeordneten Realseite die UIC-Fortschreibungsperiode übersteigt, wenn aber seit der letzten Fortschreibungsperiode auf die Realseite zugegriffen worden ist.

5. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem nach Anspruch 4, worin die Raum-Bezug-UIC jedes virtuellen Raums durch Teilen der Raum-Maximum-UIC des virtuellen Raums durch die dem virtuellen Raum gegebene Realspeicherpriorität erhalten wird.

6. Ein Vorrichtungsverwaltungssystem für ein Computersystem nach Anspruch 5, worin die UIC-Fortschreibungsperiode durch Multiplizieren der System-Bezug-UIC mit einer angeforderten Genauigkeit der System-Bezug-UIC bestimmt wird.