JP2017072982A - 情報処理装置、キャッシュ制御方法およびキャッシュ制御プログラム - Google Patents

Abstract

【課題】プリフェッチを行う場合におけるキャッシュ用メモリの利用効率を向上させる。【解決手段】制御部１３は、アクセスされたデータブロック１４ａ，１４ｂの記憶装置１１上における位置関係に基づいて、アクセスのストリーム１５を示すストリーム情報１６を生成する。制御部１３は、ストリーム情報１６に基づいてメモリ１２に先読みされた、データブロック１４ｃ，１４ｄへのアクセスを監視し、データブロック１４ｃ，１４ｄの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいてストリーム１５の停止を判定する。制御部１３は、ストリーム１５が停止したと判定した場合、データブロック１４ｃ，１４ｄの少なくとも一部をメモリ１２から削除する。【選択図】図１

Description

本発明は情報処理装置、キャッシュ制御方法およびキャッシュ制御プログラムに関する。

情報処理システムでは、大量のデータを記憶するために比較的低速な記憶装置（例えば、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）やＳＳＤ（Solid State Drive）などの補助記憶装置）を使用することが多い。アクセス要求が発行される毎に低速な記憶装置にアクセスすると、データアクセスが処理性能のボトルネックになることがある。そこで、低速な記憶装置に記憶されたデータの一部を、比較的高速なメモリ（例えば、ＲＡＭ（Random Access Memory）などの主記憶装置）にキャッシュしておくことがある。メモリにキャッシュされたデータは、元の記憶装置にアクセスせずに提供することができる。

例えば、使用される可能性の高い所定のデータをメモリにキャッシュしておくことが考えられる。また、例えば、一度使用されたデータは再度使用される可能性が高いというアクセスの局所性を仮定して、使用されたデータをメモリに残しておくことが考えられる。ここで、データをキャッシュするメモリは元の記憶装置よりも容量が小さいことが多いため、キャッシュするデータの置換が発生する。メモリから削除するデータを選択する方法として、ＬＲＵ（Least Recently Used）アルゴリズムなどのページ置換アルゴリズムが用いられる。ＬＲＵアルゴリズムは、最近最も使用されていないデータ（連続して使用されていない時間が最も長いデータ）を優先的に削除するものである。

ところで、データアクセスの中には、元の記憶装置上の連続した領域をシーケンシャルにアクセスするものや一定間隔ずつ空いた領域をアクセスするものなど、連続性のあるデータアクセスが存在する。連続性のあるデータアクセスが検出された場合、アクセス要求を待たずに次に要求されるデータを予測してメモリに先読みすること（プリフェッチ）を行うことがある。プリフェッチによって、短時間に繰り返し使用されるものではないデータについてもデータアクセスを高速化することができる。

なお、バッファに先読みされた複数のデータブロックの中から削除するものを決定する置換決定回路が提案されている。提案の置換決定回路は、ＬＲＵアルゴリズムによって２以上の削除候補のデータブロックが選択されると、選択された削除候補のうちバッファ上で１度もアクセスされなかったデータブロックを優先的に削除する。

また、プロセッサとは別に、プロセッサが使用するデータをキャッシュメモリに先読みするキャッシュ制御部を有するデータ処理装置が提案されている。当該キャッシュ制御部は、キャッシュメモリに記憶されたデータのうちプロセッサによって使用されたデータを優先的に削除する。また、複数の記憶領域のうちプリフェッチに使用可能な記憶領域を制限するキャッシュ記憶装置が提案されている。提案のキャッシュ記憶装置は、新たなデータを先読みするとき、プリフェッチ用の記憶領域に記憶されたデータを削除し、プリフェッチ用でない記憶領域に記憶されたデータは削除しない。

特開昭６３−３１８６５４号公報 特開平９−２１２４２１号公報 特開２００１−１９５３０４号公報

連続性のあるデータアクセスは広範囲の領域のデータを要求することが多く、連続性のあるデータアクセスが継続している間は次々とデータがメモリに先読みされることになる。しかし、連続性のあるデータアクセスは、要求元のプロセスの停止などによっていつかは停止する。連続性のあるデータアクセスが停止した後、先読みされていたデータが短時間のうちに他のプロセスなどによって使用される可能性は低い。

このとき、先読みしたデータとそれ以外の他のデータとを纏めて通常のページ置換アルゴリズムを適用すると、以降使用される可能性の低い先読みデータよりも、使用される可能性がある他のデータが先にメモリから削除されてしまうことが発生し得る。そのため、キャッシュ用メモリの利用効率が低下するという問題がある。また、上記特許文献３に記載された技術のようにプリフェッチ用の記憶領域と他の記憶領域を分離すると、２種類の記憶領域の一方に空きがあり他方に空きがない状況が発生する可能性があり、キャッシュ用メモリの利用効率が低下してしまうおそれがある。

１つの側面では、本発明は、プリフェッチを行う場合におけるキャッシュ用メモリの利用効率を向上できる情報処理装置、キャッシュ制御方法およびキャッシュ制御プログラムを提供することを目的とする。

１つの態様では、メモリと制御部とを有する情報処理装置が提供される。メモリは、記憶装置に記憶されたデータブロックをキャッシュする。制御部は、アクセスされた複数の第１のデータブロックの記憶装置上における位置関係に基づいて、所定の規則条件を満たすアクセスのストリームを検出し、ストリームを示すストリーム情報を生成する。制御部は、ストリーム情報に基づいて記憶装置からメモリに先読みされた、複数の第２のデータブロックへのアクセスを監視し、複数の第２のデータブロックの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいてストリームの停止を判定する。制御部は、ストリームが停止したと判定した場合、複数の第２のデータブロックの少なくとも一部をメモリから削除する。

また、１つの態様では、コンピュータが実行するキャッシュ制御方法が提供される。また、１つの態様では、コンピュータに実行させるキャッシュ制御プログラムが提供される。

１つの側面では、プリフェッチを行う場合におけるキャッシュ用メモリの利用効率が向上する。

第１の実施の形態の情報処理装置の例を示す図である。 情報処理装置のハードウェア例を示すブロック図である。 キャッシュのページ管理の例を示す図である。 連続性のあるデータアクセスとプリフェッチの例を示す図である。 ＬＲＵアルゴリズムの例を示す図である。 ストリームが消失したページの例を示す図である。 情報処理装置の機能例を示すブロック図である。 管理構造体の例を示す図である。 ハッシュテーブルの例を示す図である。 ＬＲＵ管理リストと優先置換ページリストの例を示す図である。 ストリームテーブルの例を示す図である。 プリフェッチ制御の手順例を示すフローチャートである。 置換ページ決定の手順例を示すフローチャートである。 キャッシュヒット判定の手順例を示すフローチャートである。 連続性検出の手順例を示すフローチャートである。 連続性検出の手順例を示すフローチャート（続き）である。 ストリーム消失判定の手順例を示すフローチャートである。

以下、本実施の形態を図面を参照して説明する。
［第１の実施の形態］
第１の実施の形態を説明する。

図１は、第１の実施の形態の情報処理装置の例を示す図である。
第１の実施の形態の情報処理装置１０は、情報処理装置１０で実行されるプロセスまたは他の情報処理装置で実行されるプロセスからの要求に応じて、データアクセスを行う。データアクセスには、データの読み出しとデータの書き込みとが含まれる。情報処理装置１０は、サーバコンピュータなどのサーバ装置でもよいし、クライアントコンピュータなどのクライアント装置でもよい。また、情報処理装置１０は、ストレージ装置でもよい。

情報処理装置１０は、記憶装置１１、メモリ１２および制御部１３を有する。ただし、記憶装置１１は情報処理装置１０からアクセス可能であればよく、情報処理装置１０の外部に存在していてもよい。記憶装置１１は、アクセスが比較的低速な記憶装置である。例えば、記憶装置１１は、ＨＤＤやＳＳＤなどの不揮発性の記憶装置である。メモリ１２は、記憶装置１１よりもアクセスが高速なメモリである。例えば、メモリ１２は、ＲＡＭなどの揮発性の半導体メモリである。メモリ１２の記憶容量は記憶装置１１よりも小さい。

制御部１３は、例えば、ＣＰＵ（Central Processing Unit）やＤＳＰ（Digital Signal Processor）などのプロセッサである。ただし、制御部１３は、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）やＦＰＧＡ（Field Programmable Gate Array）などの特定用途の電子回路を含んでもよい。プロセッサは、ＲＡＭなどのメモリに記憶されたプログラムを実行する。プログラムには、キャッシュ制御プログラムが含まれる。複数のプロセッサの集合（マルチプロセッサ）を「プロセッサ」と呼ぶこともある。

記憶装置１１は、データブロック１４ａ，１４ｂ，１４ｃ，１４ｄを含む複数のデータブロックを記憶する。各データブロックは、記憶装置１１からメモリ１２にロードされるデータ単位であり、例えば、所定サイズのデータ単位である。データブロックは、ページやセグメントなどと言うこともできる。データブロック１４ａ，１４ｂ，１４ｃ，１４ｄの位置は、記憶装置１１の物理アドレスを用いて特定することができる。

データブロック１４ａ，１４ｂ，１４ｃ，１４ｄは、物理アドレスの小さい順または物理アドレスの大きい順に並んでいる。例えば、データブロック１４ｂはデータブロック１４ａより物理アドレスが大きく、データブロック１４ｃはデータブロック１４ｂより物理アドレスが大きく、データブロック１４ｄはデータブロック１４ｃより物理アドレスが大きい。データブロック１４ａ，１４ｂ，１４ｃ，１４ｄが存在する領域は、記憶装置１１上で隣接していてもよいし、閾値未満の距離だけ離れていてもよい。

メモリ１２は、記憶装置１１に記憶された複数のデータブロックのうちの一部のデータブロックをキャッシュする。キャッシュ用に使用可能なメモリ１２の領域が満杯であるときに、キャッシュされていないデータブロックが要求されると、メモリ１２に記憶された１または２以上のデータブロックがメモリ１２から削除される。削除するデータブロックの選択には、ＬＲＵアルゴリズムなどの所定のページ置換アルゴリズムが用いられる。ＬＲＵアルゴリズムは、メモリ１２上で最近最も使用されていないデータブロック（連続して使用されていない時間が最も長いデータブロック）を優先的に削除するものである。ただし、後述するように、所定条件を満たしたデータブロックが、通常のページ置換アルゴリズムによって選択されるデータブロックよりも優先的に削除されることがある。

制御部１３は、メモリ１２にロードされてアクセスされた２以上のデータブロック（第１のデータブロック）について、それらデータブロックの記憶装置１１上における位置関係に基づいて、所定の規則条件を満たすアクセスのストリーム１５を検出する。ストリーム１５は、例えば、２以上のデータブロックを物理アドレスの昇順または降順にアクセスするものであり、前回と今回のデータブロックの距離が閾値未満であるものである。ストリーム１５は、連続性のあるデータアクセスと言うこともできる。

例えば、データブロック１４ａがアクセスされた後にデータブロック１４ｂがアクセスされた場合、データブロック１４ａの近辺の２以上のデータブロックを物理アドレスの昇順にアクセスするストリーム１５が検出される。制御部１３は、検出したストリーム１５を示すストリーム情報１６を生成する。ストリーム情報１６は、メモリ１２に記憶されてもよい。ストリーム情報１６は、例えば、ストリーム１５の識別情報や、ストリーム１５によって最後にアクセスされたデータブロックの物理アドレスなどを含む。

制御部１３は、生成したストリーム情報１６に基づいて、要求を待たずに記憶装置１１からメモリ１２に２以上のデータブロック（第２のデータブロック）を先読みする（プリフェッチ）。例えば、制御部１３は、ストリーム１５によって最後にアクセスされたデータブロックよりも物理アドレスが大きく、最後にアクセスされたデータブロックからの距離が閾値以下であるデータブロックを、メモリ１２に先読みする。一例として、制御部１３は、データブロック１４ｃ，１４ｄを記憶装置１１からメモリ１２に先読みする。

制御部１３は、メモリ１２に先読みされたデータブロックへのアクセスを監視する。特に、制御部１３は、ストリーム情報１６に基づいて先読みされたデータブロック（ストリーム１５に関するデータブロック）へのアクセスの時間間隔を監視する。制御部１３は、先読みされたデータブロックの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間（アクセスがない状態の継続時間）に基づいて、ストリーム１５の停止を判定する。ストリーム１５の停止は、連続性のあるアクセスが終了したことを示し、「ストリームの消失」と言うこともできる。ストリーム１５の停止は、ストリーム１５に属するアクセス要求を発行していたプロセスが停止したことを意味する場合がある。

例えば、制御部１３は、経過時間が閾値を超えた場合にストリーム１５が停止したと判定し、経過時間が閾値を超えていない場合にストリーム１５がまだ停止していないと判定する。閾値は、先読みされたデータブロックへの過去のアクセスの時間間隔（例えば、その最大値）に基づいて決定してもよい。一例として、先読みされたデータブロック１４ｃがアクセスされた後、データブロック１４ｄがアクセスされないまま経過時間が閾値を超えたとする。この場合、制御部１３は、ストリーム１５が停止したと判定する。

ストリーム１５が停止したと判定した場合、制御部１３は、ストリーム情報１６に基づくデータブロックの先読みを終了し、ストリーム情報１６に基づいて先読みされていたデータブロックの全部または一部をメモリ１２から削除する。削除するデータブロックには、メモリ１２にキャッシュされてからアクセスされたものに加えて、アクセスされなかったものも含まれ得る。停止したストリーム１５に関するデータブロックは、通常のページ置換アルゴリズムによって選択されるデータブロックよりも優先的に削除される。

ストリーム１５に関するデータブロックをメモリ１２から削除するタイミングは、ストリーム１５が停止したと判定したときでもよいし、キャッシュされたデータブロックを入れ替えるときでもよい。一例として、制御部１３は、メモリ１２のキャッシュ用領域が不足したとき、ストリーム情報１６に基づいて先読みされたデータブロック１４ｃ，１４ｄを他のデータブロックよりも優先してメモリ１２から削除する。

第１の実施の形態の情報処理装置１０によれば、ストリーム１５を示すストリーム情報１６に基づいて先読みされたデータブロック１４ｃ，１４ｄについて、メモリ１２上でのアクセスが監視される。先読みされたデータブロック１４ｃ，１４ｄの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいて、ストリーム１５の停止（ストリーム１５の消失）が判定される。ストリーム１５が停止したと判定された場合、データブロック１４ｃ，１４ｄの少なくとも一部がメモリ１２から削除される。

ストリーム情報１６に基づいて先読みされたデータブロックは、ストリーム１５が停止していない間はアクセスされる可能性がある一方、ストリーム１５が停止するとアクセスされる可能性が急激に低下する。ストリーム１５が停止した後、先読みされていたデータブロックが短時間のうちに他のプロセスなどによって使用される可能性は低い。アクセスされる可能性が低くなったデータブロック１４ｃ，１４ｄを優先的にメモリ１２から削除することで、メモリ１２に空き領域を確保することができる。よって、アクセスされる可能性のある他のデータブロックが先にメモリ１２から削除されてしまうことを抑制でき、メモリ１２のキャッシュ用領域の利用効率を向上させることができる。

［第２の実施の形態］
次に、第２の実施の形態を説明する。
図２は、情報処理装置のハードウェア例を示すブロック図である。

情報処理装置１００は、ＣＰＵ１０１、ＲＡＭ１０２、ＨＤＤ１０３、画像信号処理部１０４、入力信号処理部１０５、媒体リーダ１０６および通信インタフェース１０７を有する。ＣＰＵ１０１、ＲＡＭ１０２、ＨＤＤ１０３、画像信号処理部１０４、入力信号処理部１０５、媒体リーダ１０６および通信インタフェース１０７は、バス１０８に接続されている。なお、情報処理装置１００は、第１の実施の形態の情報処理装置１０に対応する。ＣＰＵ１０１は、第１の実施の形態の制御部１３に対応する。ＲＡＭ１０２は、第１の実施の形態のメモリ１２に対応する。ＨＤＤ１０３は、第１の実施の形態の記憶装置１１に対応する。情報処理装置１００は、クライアントコンピュータなどのクライアント装置でもよいし、サーバコンピュータなどのサーバ装置でもよい。

ＣＰＵ１０１は、プログラムの命令を実行する演算回路を含むプロセッサである。ＣＰＵ１０１は、ＨＤＤ１０３に記憶されたプログラムやデータの少なくとも一部をＲＡＭ１０２にロードし、プログラムを実行する。なお、ＣＰＵ１０１は複数のプロセッサコアを備えてもよく、情報処理装置１００は複数のプロセッサを備えてもよく、以下で説明する処理を複数のプロセッサまたはプロセッサコアを用いて並列に実行してもよい。また、複数のプロセッサの集合（マルチプロセッサ）を「プロセッサ」と呼んでもよい。

ＲＡＭ１０２は、ＣＰＵ１０１が実行するプログラムやＣＰＵ１０１が演算に用いるデータを一時的に記憶する揮発性の半導体メモリである。なお、情報処理装置１００は、ＲＡＭ以外の種類のメモリを備えてもよく、複数個のメモリを備えてもよい。

ＨＤＤ１０３は、ＯＳ（Operating System）やミドルウェアやアプリケーションソフトウェアなどのソフトウェアのプログラム、および、データを記憶する不揮発性の記憶装置である。プログラムには、キャッシュ制御プログラムが含まれる。なお、情報処理装置１００は、フラッシュメモリやＳＳＤなどの他の種類の記憶装置を備えてもよく、複数の不揮発性の記憶装置を備えてもよい。

画像信号処理部１０４は、ＣＰＵ１０１からの命令に従って、情報処理装置１００に接続されたディスプレイ１１１に画像を出力する。ディスプレイ１１１としては、ＣＲＴ（Cathode Ray Tube）ディスプレイ、液晶ディスプレイ（ＬＣＤ：Liquid Crystal Display）、プラズマディスプレイ、有機ＥＬ（ＯＥＬ：Organic Electro-Luminescence）ディスプレイなどを用いることができる。

入力信号処理部１０５は、情報処理装置１００に接続された入力デバイス１１２から入力信号を取得し、ＣＰＵ１０１に出力する。入力デバイス１１２としては、マウスやタッチパネルやタッチパッドやトラックボールなどのポインティングデバイス、キーボード、リモートコントローラ、ボタンスイッチなどを用いることができる。また、情報処理装置１００に、複数の種類の入力デバイスが接続されていてもよい。

媒体リーダ１０６は、記録媒体１１３に記録されたプログラムやデータを読み取る読み取り装置である。記録媒体１１３として、例えば、フレキシブルディスク（ＦＤ：Flexible Disk）やＨＤＤなどの磁気ディスク、ＣＤ（Compact Disc）やＤＶＤ（Digital Versatile Disc）などの光ディスク、光磁気ディスク（ＭＯ：Magneto-Optical disk）、半導体メモリなどを使用できる。媒体リーダ１０６は、例えば、記録媒体１１３から読み取ったプログラムやデータをＲＡＭ１０２またはＨＤＤ１０３に格納する。

通信インタフェース１０７は、ネットワーク１１４に接続され、ネットワーク１１４を介して他の装置と通信を行うインタフェースである。通信インタフェース１０７は、スイッチなどの通信装置とケーブルで接続される有線通信インタフェースでもよいし、基地局と無線リンクで接続される無線通信インタフェースでもよい。

次に、ＨＤＤ１０３に記憶されたデータのＲＡＭ１０２へのキャッシュを説明する。
図３は、キャッシュのページ管理の例を示す図である。
情報処理装置１００は、情報処理装置１００または他の情報処理装置のプロセスが発行したアクセス要求に応じて、データの読み出しまたは書き込みを行う。アクセス要求に応じたデータ処理は、ＲＡＭ１０２にキャッシュされたデータに対して行う。アクセス要求によって指定されたデータがＲＡＭ１０２にキャッシュされていない場合、情報処理装置１００は、ＨＤＤ１０３からＲＡＭ１０２にデータをロードする。ＨＤＤ１０３からＲＡＭ１０２へのデータのロードは、所定サイズのページ単位で行う。

ＲＡＭ１０２には、それぞれ１つのページを記憶できる複数の領域が予め確保されている。複数の領域それぞれについて、当該領域に記憶されたページを管理するための管理構造体が予め生成されてＲＡＭ１０２に記憶されている。複数の領域は、領域１２１ａ，１２１ｂ，１２１ｃを含む。ＲＡＭ１０２は、領域１２１ａに対応する管理構造体１３１ａと、領域１２１ｂに対応する管理構造体１３１ｂと、領域１２１ｃに対応する管理構造体１３１ｃとを記憶する。ＨＤＤ１０３は、ページ２１ａ（Ｐ１）、ページ２１ｂ（Ｐ２）、ページ２１ｃ（Ｐ３）、ページ２１ｄ（Ｐ４）を含む複数のページを記憶する。

ページ２１ａに属する物理アドレスを指定したアクセス要求が到着した場合、例えば、情報処理装置１００は、ページ２１ａをＨＤＤ１０３から領域１２１ａにロードする（ページイン）。このとき、情報処理装置１００は、管理構造体１３１ａを更新する。また、ページ２１ｂに属する物理アドレスを指定したアクセス要求が到着した場合、例えば、情報処理装置１００は、ページ２１ｂをＨＤＤ１０３から領域１２１ｂにロードする。このとき、情報処理装置１００は、管理構造体１３１ｂを更新する。また、ページ２１ｄに属する物理アドレスを指定したアクセス要求が到着した場合、例えば、情報処理装置１００は、ページ２１ｄをＨＤＤ１０３から領域１２１ｃにロードする。このとき、情報処理装置１００は、管理構造体１３１ｃを更新する。

図４は、連続性のあるデータアクセスとプリフェッチの例を示す図である。
１つのプロセスが行うデータアクセスには、ＨＤＤ１０３上の離れたページに対する散発的なデータアクセスと、ＨＤＤ１０３上の近接するページに対する連続性のあるデータアクセスとがある。第２の実施の形態では、連続性のあるデータアクセスとして、ＨＤＤ１０３の物理アドレスの昇順に複数のページが要求されるものを考える。連続性のあるデータアクセスの集合を「ストリーム」と言うことがある。

連続性のあるデータアクセスには、（Ａ）連続領域のアクセスと、（Ｂ）間欠的領域のアクセスとが含まれる。連続領域のアクセスは、あるページを要求した後に、当該ページより物理アドレスが大きい隣のページを要求するものである。複数のアクセス要求によって次々と隣のページが要求されることにより、一続きの連続領域が要求されることになる。間欠的領域のアクセスは、あるページを要求した後に、当該ページより物理アドレスが大きく当該ページの末尾からの距離が閾値Ｒ未満であるページを要求するものである。

例えば、連続領域のアクセスについて、あるページを要求するデータアクセス３１ａが発生する。次に、データアクセス３１ａの隣のページを要求するデータアクセス３１ｂが発生する。同様に、データアクセス３１ｂの隣のページを要求するデータアクセス３１ｃが発生する。データアクセス３１ｃの隣のページを要求するデータアクセス３１ｄが発生する。データアクセス３１ａ，３１ｂ，３１ｃ，３１ｄは、１つのストリームに属する。

また、例えば、間欠的領域のアクセスについて、あるページを要求するデータアクセス３２ａが発生する。次に、データアクセス３２ａの近くのページを要求するデータアクセス３２ｂが発生する。データアクセス３２ａの末尾とデータアクセス３２ｂの先頭との間の距離は、閾値Ｒ未満である。同様に、データアクセス３２ｂの近くのページを要求するデータアクセス３２ｃが発生する。データアクセス３２ｂの末尾とデータアクセス３２ｃの先頭との間の距離は、閾値Ｒ未満である。データアクセス３２ｃの近くのページを要求するデータアクセス３２ｄが発生する。データアクセス３２ｃの末尾とデータアクセス３２ｄの先頭との間の距離は、閾値Ｒ未満である。データアクセス３２ａ，３２ｂ，３２ｃ，３２ｄは、連続領域のアクセスの場合と同様に１つのストリームに属する。

ここで、連続性のあるデータアクセスについては、データアクセスに規則性があるため次に要求される可能性のあるページを絞り込むことが可能である。そこで、情報処理装置１００は、アクセスのストリームが検出されると、アクセス要求を待たずに、ＨＤＤ１０３からＲＡＭ１０２にページを先読みする（プリフェッチ）。

上記の連続領域のアクセスの場合、情報処理装置１００は、データアクセス３１ｄの後にプリフェッチ３１ｅを実行する。プリフェッチ３１ｅでは、情報処理装置１００は、データアクセス３１ｄのページより物理アドレスが大きくデータアクセス３１ｄの末尾から所定距離内にあるページを先読みする。上記の間欠的領域のアクセスの場合、情報処理装置１００は、データアクセス３２ｄの後にプリフェッチ３２ｅを実行する。プリフェッチ３２ｅでは、情報処理装置１００は、データアクセス３２ｄのページより物理アドレスが大きくデータアクセス３２ｄの末尾から所定距離内にあるページを先読みする。

図５は、ＬＲＵアルゴリズムの例を示す図である。
ＲＡＭ１０２の全ての領域がページを記憶しており、キャッシュされていない他のページが要求された場合、情報処理装置１００は、何れかの領域のページをＲＡＭ１０２から追い出すことになる。第２の実施の形態では、キャッシュされた複数のページの中から追い出すページを選択するページ置換アルゴリズムとして、ＬＲＵアルゴリズムを用いる。

情報処理装置１００は、ＲＡＭ１０２に記憶された複数のページを、例えば、図５に示すようなリストを用いて管理する。ＭＲＵ（Most Recently Used）ページは、直近に使用されたページである。ＬＲＵページは、最近最も使用されていないページである。ここでは、ページ２１ａ，２１ｂ，２１ｃ，２１ｄ、ページ２１ｅ（Ｐ５）およびページ２１ｆ（Ｐ６）がリストに登録されている。ページ２１ａはリストの先頭にあるページであり、ＭＲＵページである。ページ２１ｂはリストの２番目、ページ２１ｃはリストの３番目、ページ２１ｄはリストの４番目、ページ２１ｅはリストの末尾から２番目にあるページである。ページ２１ｆはリストの末尾にあるページであり、ＬＲＵページである。

このとき、キャッシュ済みのページ２１ｃが要求される（キャッシュヒットする）と、リスト上でページ２１ｃが先頭に移動してＭＲＵページになる。これに伴い、リスト上でページ２１ａ，２１ｂがＬＲＵ側にシフトする。キャッシュされていないページ２１ｇ（Ｐ７）が要求される（キャッシュミスヒットする）と、リスト上でページ２１ｇが先頭に追加されＭＲＵページになる。これに伴い、リスト上でページ２１ａ，２１ｂ，２１ｃ，２１ｄ，２１ｅがＬＲＵ側にシフトする。また、リストの末尾に登録されていたページ２１ｆ（ＬＲＵページ）が、リストから追い出される。

よって、通常のＬＲＵアルゴリズムによれば、ページ２１ｆがＲＡＭ１０２から削除され（ページアウト）、ページ２１ｇがＲＡＭ１０２にロードされる（ページイン）。すなわち、ページ２１ｆがページ２１ｇに置き換えられることになる。

しかし、プリフェッチによってロードされたページとそれ以外のページとを纏めて通常のＬＲＵアルゴリズムを適用すると、以降使用される可能性の低いページがＲＡＭ１０２に残りやすくなり、ＲＡＭ１０２の利用効率が低下するおそれがある。すなわち、あるストリームの進行が停止する（ストリームが消失する）と、当該ストリームに関して先読みされたページ（ストリームが消失したページ）は以降使用される可能性が低くなる。そこで、情報処理装置１００は、ＬＲＵアルゴリズムによって選択されるページよりも、ストリームが消失したページを優先的に削除する。

図６は、ストリームが消失したページの例を示す図である。
ここでは、１つのページのサイズが１０ｋＢ（キロバイト）であるとする。図６に記載されたアドレス範囲は、ＨＤＤ１０３の物理アドレスの範囲である。まず、プリフェッチ以外の方法により、３００〜３０９ｋＢのページ２２ｆがＲＡＭ１０２にロードされる。次に、プリフェッチによって、１００〜１０９ｋＢのページ２２ａ、１１０〜１１９ｋＢのページ２２ｂ、１２０〜１２９ｋＢのページ２２ｃ、１３０〜１３９ｋＢのページ２２ｄ、１４０〜１４９ｋＢのページ２２ｅが順にＲＡＭ１０２にロードされる。

ストリームによってページ２２ａが要求されると、ページ２２ａがＭＲＵページになる。次に、ページ２２ａが要求されてから１０ｍｓ（ミリ秒）後に、ストリームによってページ２２ｂが要求されると、ページ２２ｂがＭＲＵページになる。このとき、アクセス要求の間隔が十分に短いため、当該ストリームはまだ消失していないと判断される。次に、ページ２２ｂが要求されてから５ｍｓ後に、ストリームによってページ２２ｃが要求されると、ページ２２ｃがＭＲＵページになる。このとき、アクセス要求の間隔が十分に短いため、当該ストリームはまだ消失していないと判断される。

次に、ページ２２ｃが要求されてから２０ｍｓ経過してもページ２２ａ，２２ｂ，２２ｃ，２２ｄ，２２ｅの何れも要求されない場合、情報処理装置１００は、当該ストリームが消失したと判断する。すると、消失したストリームに関して先読みされていたページ２２ａ，２２ｂ，２２ｃ，２２ｄ，２２ｅが削除可能となる。ただし、２０ｍｓは一例であり、経過時間の閾値は後述する方法によって決定される。削除可能になるページは、消失したストリームに関連する全てのページであり、キャッシュされてから使用されたページ２２ａ，２２ｂ，２２ｃと使用されなかったページ２２ｄ，２２ｅの両方を含む。

なお、第２の実施の形態では、ストリームが消失したページは、すぐにＲＡＭ１０２から削除されるのではなく、プリフェッチを行うときまたはキャッシュミスヒットが発生したときに削除される。ストリームが消失したページがＲＡＭ１０２に残っている場合、ＬＲＵアルゴリズムによって選択されるページよりも優先的に削除される。よって、ページ２２ａ，２２ｂ，２２ｃ，２２ｄ，２２ｅは、ページ２２ｆよりも優先的に削除される。

次に、情報処理装置１００の機能について説明する。
図７は、情報処理装置の機能例を示すブロック図である。
情報処理装置１００は、記憶部１３０、アクセス要求受付部１４１、プリフェッチ制御部１４２、置換ページ決定部１４３、キャッシュヒット判定部１４４、連続性検出部１４５およびストリーム消失判定部１４６を有する。記憶部１３０は、例えば、ＲＡＭ１０２またはＨＤＤ１０３に確保した記憶領域を用いて実装される。アクセス要求受付部１４１、プリフェッチ制御部１４２、置換ページ決定部１４３、キャッシュヒット判定部１４４、連続性検出部１４５およびストリーム消失判定部１４６は、例えば、ＣＰＵ１０１が実行するプログラムモジュールを用いて実装される。

記憶部１３０は、管理構造体群１３１、ハッシュテーブル１３２、ＬＲＵ管理リスト１３３、優先置換ページリスト１３４およびストリームテーブル群１３５を記憶する。
管理構造体群１３１は、ＲＡＭ１０２にキャッシュされたページを管理するための管理構造体の集合である。１つの管理構造体は、１つのページを記憶できる１つの領域に対応する。ＲＡＭ１０２には複数の領域が予め確保されており、それら複数の領域に対応するように管理構造体群１３１が予め生成されている。管理構造体群１３１には、図３に示した管理構造体１３１ａ，１３１ｂ，１３１ｃが含まれる。

ハッシュテーブル１３２は、ストリームを識別するストリームＩＤのハッシュ値と、当該ストリームについて先読みされたページを管理するための管理構造体とを対応付けたテーブルである。ハッシュテーブル１３２を用いることで、あるストリームのストリームＩＤから、当該ストリームに関連する管理構造体を高速に検索することができる。

ＬＲＵ管理リスト１３３は、ＲＡＭ１０２にキャッシュされているページの使用状況を示すリストである。ＬＲＵ管理リスト１３３は、ＬＲＵアルゴリズムに用いられる。ＬＲＵ管理リスト１３３は、図５に示したようなページ間の順位（ＭＲＵページからＬＲＵページに至る順位）を示す。ＬＲＵ管理リスト１３３は、ページ管理が容易になるように、該当するページに対応する管理構造体へのポインタを含む。ＬＲＵ管理リスト１３３を用いることで、ページアウトさせるページを選択できる。なお、情報処理装置１００がＬＲＵアルゴリズム以外のページ置換アルゴリズムを使用する場合、ＬＲＵ管理リスト１３３に代えて、当該ページ置換アルゴリズムに応じた情報が記憶部１３０に記憶される。

優先置換ページリスト１３４は、ＬＲＵ管理リスト１３３に基づいて選択されるページ（ＬＲＵページ）よりも優先的にページアウトさせるページの候補を示すリストである。優先置換ページリスト１３４が示すページは、ストリームが消失したページであり、以降使用される可能性が低いページである。優先置換ページリスト１３４は、ページ管理が容易になるように、該当するページに対応する管理構造体へのポインタを含む。

ストリームテーブル群１３５は、ストリームを管理するためのストリームテーブルの集合である。１つのストリームテーブルは、１つのストリームに対応する。情報処理装置１００において検出可能なストリームの最大数に相当する数のストリームテーブルが、予め生成されている。ストリームテーブル群１３５に含まれるストリームテーブルの数は、多いことが好ましい。例えば、数千から１万程度のストリームテーブルが用意される。ストリームテーブル群１３５を用いることで、連続性のあるアクセスのストリームが検出され、検出されたストリームに対してストリームＩＤが付与される。

アクセス要求受付部１４１は、情報処理装置１００で実行されるアプリケーションプロセスが発行したアクセス要求、または、他の情報処理装置が送信したアクセス要求を受け付ける。アクセス要求は、読み出し要求または書き込み要求である。読み出し要求には、対象のデータが格納されているＨＤＤ１０３の領域を示すアドレス情報が含まれる。アドレス情報は、例えば、先頭の物理アドレスとデータ長を含む。書き込み要求には、書き込むデータと、当該データを格納すべきＨＤＤ１０３の領域を示すアドレス情報が含まれる。以下では、アクセス要求として主に読み出し要求を想定して説明することがある。

プリフェッチ制御部１４２は、連続性検出部１４５からの指示に応じてページのプリフェッチを行う。すなわち、プリフェッチ制御部１４２は、連続性検出部１４５から指定されたページをＨＤＤ１０３からＲＡＭ１０２にロードする。このとき、プリフェッチ制御部１４２は、ページを格納する領域を置換ページ決定部１４３に問い合わせる。プリフェッチ制御部１４２は、置換ページ決定部１４３によって決定された領域に、ＨＤＤ１０３から読み出したページを上書きする。また、プリフェッチ制御部１４２は、上書きした領域に対応する管理構造体を、先読みしたページに対応するように更新する。

置換ページ決定部１４３は、プリフェッチ制御部１４２またはキャッシュヒット判定部１４４からの問い合わせに応じて、ページを読み込むべき領域を決定する。これは、ＲＡＭ１０２にキャッシュされているページ（先読みされたものとそれ以外のものを含む）の中からページアウトさせるページを選択するという意味も含む。置換ページ決定部１４３は、優先置換ページリスト１３４が空でない場合、優先置換ページリスト１３４が示すページを優先的に選択する。一方、置換ページ決定部１４３は、優先置換ページリスト１３４が空である場合、ＬＲＵアルゴリズムに従ってページを選択する。後者の場合、置換ページ決定部１４３は、ＬＲＵ管理リスト１３３を参照および更新する。

キャッシュヒット判定部１４４は、アクセス要求受付部１４１が受け付けたアクセス要求に従って、要求されたデータの提供またはデータの書き込みを実行する。対象ページがＲＡＭ１０２にキャッシュされていない場合、キャッシュヒット判定部１４４は、対象ページを格納する領域を置換ページ決定部１４３に問い合わせる。キャッシュヒット判定部１４４は、置換ページ決定部１４３によって決定された領域に、ＨＤＤ１０３から読み出したページを上書きする。また、キャッシュヒット判定部１４４は、上書きした領域に対応する管理構造体を、格納したページに対応するように更新する。対象ページがＲＡＭ１０２にキャッシュされている場合、キャッシュヒット判定部１４４は、対象ページがＭＲＵページになるようにＬＲＵ管理リスト１３３を更新する。

そして、キャッシュヒット判定部１４４は、ＲＡＭ１０２上の対象ページに対してデータ処理を行う。アクセス要求が読み出し要求である場合、キャッシュヒット判定部１４４は、要求されたデータをアクセス要求の発行元に送信する。アクセス要求が書き込み要求である場合、キャッシュヒット判定部１４４は、ページを更新してその結果をアクセス要求の発行元に送信する。

連続性検出部１４５は、アクセス要求受付部１４１が受け付けるアクセス要求を監視する。連続性検出部１４５は、ストリームテーブル群１３５を用いて連続性のあるアクセスを検出し、各アクセスの属するストリームを判定する。連続性検出部１４５は、ストリームの進行（指定される物理アドレスの増加）に応じて、先読みするページを決定し、プリフェッチ制御部１４２にプリフェッチを指示する。また、連続性検出部１４５は、アクセス要求受付部１４１がアクセス要求を受け付ける毎に、消失したストリームが存在するか判定するようストリーム消失判定部１４６に指示する。

ストリーム消失判定部１４６は、連続性検出部１４５からの指示に応じて、ストリームテーブル群１３５によって管理される複数のストリームの中に消失したストリームがあるか判定する。具体的には、ストリーム消失判定部１４６は、ストリーム毎に、最後にアクセス要求を受け付けた時刻と現在時刻との差（経過時間）を算出する。ストリーム消失判定部１４６は、経過時間が閾値を超えるストリームを消失したストリームと判定する。経過時間の閾値は、過去のアクセス要求の時間間隔に基づいてストリーム毎に決定する。

消失したストリームが検出されると、ストリーム消失判定部１４６は、ハッシュテーブル１３２を用いて、消失したストリームに関するページを検索する。ストリーム消失判定部１４６は、優先置換ページリスト１３４が示すページに検索されたページが追加されるように、優先置換ページリスト１３４を更新する。これにより、ストリームが消失したページが、他のページよりも優先的にＲＡＭ１０２から削除されることになる。

図８は、管理構造体の例を示す図である。
管理構造体群１３１に管理構造体１３１ａが含まれる。管理構造体１３１ａは、ＲＡＭ１０２の領域１２１ａに対応する。管理構造体１３１ａは、ストリームフラグ、ストリームＩＤ、キャッシュアドレスおよびディスクアドレスを含む。

ストリームフラグは、領域１２１ａに記憶されたページがストリームに基づいて先読みされたページであるかを示す。ストリームフラグが「ＯＮ」（または「１」）であることは、記憶されたページがストリームに基づく先読みページであることを示す。ストリームフラグが「ＯＦＦ」（または「０」）であることは、記憶されたページがストリームに基づく先読みページでないことを示す。ストリームフラグの初期値は「ＯＦＦ」である。

ストリームＩＤは、ストリームフラグが「ＯＮ」である場合に、プリフェッチの契機となったストリームを示す。ストリームフラグが「ＯＦＦ」である場合は、ストリームＩＤは「ＮＵＬＬ」または「０」でよい。

キャッシュアドレスは、領域１２１ａを識別するＲＡＭ１０２の物理アドレスである。キャッシュアドレスは、例えば、領域１２１ａの先頭の物理アドレスである。管理構造体１３１ａは予め領域１２１ａに対応付けられているため、キャッシュアドレスは管理構造体１３１ａが生成されたときに固定される。ディスクアドレスは、領域１２１ａに記憶されたページが存在するＨＤＤ１０３の位置を示す物理アドレスである。ディスクアドレスは、例えば、当該ページの先頭の物理アドレスである。領域１２１ａにページが上書きされると、管理構造体１３１ａのディスクアドレスが更新される。

図９は、ハッシュテーブルの例を示す図である。
ハッシュテーブル１３２は、ハッシュ値と連結リストへのリンクとの組を複数含む。ハッシュテーブル１３２に登録されるハッシュ値は、所定のハッシュ関数を用いて算出したストリームＩＤのハッシュ値である。ハッシュ関数としては、異なるストリームＩＤから同じハッシュ値が算出される衝突の可能性が十分に小さいものを使用する。

ストリームＩＤのハッシュ値から、連結リストを参照することができる。連結リストは、１または２以上のポインタを連結したものである。連結リストに含まれる各ポインタは、管理構造体群１３１に含まれる何れかの管理構造体を指している。ポインタとして、管理構造体が記憶された位置を示すＲＡＭ１０２の物理アドレスを用いてもよいし、管理構造体に予め付与された構造体ＩＤを用いてもよい。

ハッシュテーブル１３２は、ストリームＩＤに対して、当該ストリームＩＤを含む管理構造体を対応付けたものと言うことができる。ハッシュテーブル１３２を用いることで、あるストリームに関連する全ての管理構造体を検索することができる。

図１０は、ＬＲＵ管理リストと優先置換ページリストの例を示す図である。
ＬＲＵ管理リスト１３３は、管理構造体を指す複数のポインタを連結した連結リストである。前述のように、ポインタとして、管理構造体が記憶された位置を示す物理アドレスを用いてもよいし、管理構造体に予め付与された構造体ＩＤを用いてもよい。ＬＲＵ管理リスト１３３の先頭のポインタは、ＭＲＵページに対応する管理構造体を指す。ＬＲＵ管理リスト１３３の末尾のポインタは、ＬＲＵページに対応する管理構造体を指す。

あるページについてページヒットが発生すると、当該ページに対応する管理構造体を指すポインタがＬＲＵ管理リスト１３３の先頭に移動する。あるページについてページアウトが発生すると、同じ領域に他のページが読み込まれることになるため、当該ページに対応する管理構造体を指すポインタがＬＲＵ管理リスト１３３の先頭に移動する。ＬＲＵアルゴリズムに基づいて削除するページを選択する場合、ＬＲＵ管理リスト１３３の末尾にあるポインタが指す管理構造体に対応するページが選択される。

優先置換ページリスト１３４は、管理構造体を指す１または２以上のポインタを連結した連結リストである。前述のように、ポインタとして、管理構造体が記憶された位置を示す物理アドレスを用いてもよいし、管理構造体に予め付与された構造体ＩＤを用いてもよい。ポインタが指す管理構造体に対応するページは、ストリーム消失判定部１４６によってストリームが消失したと判定されたページである。

ストリームが消失したページが検出されると、例えば、検出されたページに対応する管理構造体を指すポインタが優先置換ページリスト１３４の末尾に追加される。ストリームが通過したページをＲＡＭ１０２から削除するとき、優先置換ページリスト１３４から、削除するページに対応する管理構造体を示すポインタが削除される。優先置換ページリスト１３４に複数のポインタが含まれている場合、それら複数のポインタの選択順序は任意でよい。例えば、先頭のポインタから先に選択していく。

図１１は、ストリームテーブルの例を示す図である。
ストリームテーブル群１３５にストリームテーブル１３５ａが含まれる。ストリームテーブル１３５ａは、使用フラグ、ストリームＩＤ、アクセスアドレス（Ａ_last）、プリフェッチアドレス（Ａ_pre）、連続カウンタ（Ｃ）、アクセス時刻（Ｌａｓｔ）および最大間隔（Ｍａｘ）を含む。

使用フラグは、ストリームテーブル１３５ａが使用されているか否かを示す。ストリームＩＤは、ストリームテーブル１３５ａによって管理されるストリームに付与された識別番号である。ストリームテーブル１３５ａによって管理されていた前のストリームが消失し、その後に検出された新たなストリームを管理するためにストリームテーブル１３５ａが再利用されることがある。その場合、ストリームテーブル１３５ａに登録されたストリームＩＤが新たなストリームＩＤに書き換えられる。

アクセスアドレスは、ストリームテーブル１３５ａによって管理されるストリームが最後に指定したアドレス範囲の末尾を示す。すなわち、アクセスアドレスは、当該ストリームによって最後に使用されたデータの末尾を示すＨＤＤ１０３の物理アドレスである。プリフェッチアドレスは、ストリームテーブル１３５ａによって管理されるストリームについて最後に先読みしたページの末尾を示すＨＤＤ１０３の物理アドレスである。

連続カウンタは、所定条件を満たすアクセス要求が検出された回数を示す。連続カウンタは、ストリームテーブル１３５ａによって管理されるストリームに属する「連続性のあるアクセス」の数を示していると言うこともできる。所定条件は、アクセス要求によって指定されたアドレス範囲の先頭が、Ａ_lastとＡ_last＋Ｒの間に存在することである。

アクセス時刻は、ストリームテーブル１３５ａによって管理されるストリームに属するアクセス要求を最後に受け付けた時刻である。アクセス時刻は、例えば、ミリ秒の単位で測定される。アクセス時刻は、新たなアクセス要求の到着に応じて更新される。最大間隔は、一のアクセス要求を受け付けてから同じストリームに属する次のアクセス要求を受け付けるまでの時間間隔の実績のうちの最大値である。時間間隔は、例えば、ミリ秒単位で測定される。時間間隔は、新たなアクセス要求が到着したときに、ストリームテーブル１３５ａに登録されているアクセス時刻と現在時刻との差として算出できる。最大間隔は、最新の時間間隔がそれまでの最大間隔を超える場合に更新される。

次に、情報処理装置１００の処理手順について説明する。
図１２は、プリフェッチ制御の手順例を示すフローチャートである。
（Ｓ１０）プリフェッチ制御部１４２は、連続性検出部１４５からプリフェッチ要求を取得する。プリフェッチ要求は、先読みする１または２以上のページの先頭と末尾を示すディスクアドレスと、ストリームＩＤとを含む。

（Ｓ１１）プリフェッチ制御部１４２は、プリフェッチ要求に含まれるディスクアドレスに基づいて、先読みするページのページ数を算出する。プリフェッチ制御部１４２は、ページ数を含む決定要求を置換ページ決定部１４３に送信する。

（Ｓ１２）プリフェッチ制御部１４２は、ステップＳ１１で算出したページ数に相当する数の管理構造体のポインタを、置換ページ決定部１４３から受信する。プリフェッチ制御部１４２は、受信したポインタが指す管理構造体からキャッシュアドレスを取得する。プリフェッチ制御部１４２は、プリフェッチ要求に含まれるディスクアドレスが示すＨＤＤ１０３のページを、キャッシュアドレスが示すＲＡＭ１０２の領域にコピーする。２以上のページを先読みする場合、使用する管理構造体の順序は任意でよい。

（Ｓ１３）プリフェッチ制御部１４２は、ステップＳ１２で受信したポインタが指す管理構造体のストリームＩＤ、ディスクアドレスおよびストリームフラグを更新する。管理構造体に登録するストリームＩＤは、プリフェッチ要求に含まれるストリームＩＤである。管理構造体に登録するディスクアドレスは、ページの先頭を示すＨＤＤ１０３の物理アドレスである。２以上のページを先読みした場合、ディスクアドレスは管理構造体によって異なる。管理構造体に登録するストリームフラグは「ＯＮ」（または「１」）である。

（Ｓ１４）プリフェッチ制御部１４２は、所定のハッシュ関数を用いて、プリフェッチ要求に含まれるストリームＩＤのハッシュ値を算出する。プリフェッチ制御部１４２は、ハッシュテーブル１３２から、算出したハッシュ値に対応する連結リストを検索し、ステップＳ１２で受信したポインタを連結リストの末尾に追加する。

図１３は、置換ページ決定の手順例を示すフローチャートである。
（Ｓ２０）置換ページ決定部１４３は、プリフェッチ制御部１４２またはキャッシュヒット判定部１４４から、ページ数を含む決定要求を受信する。

（Ｓ２１）置換ページ決定部１４３は、優先置換ページリスト１３４が空であるか（ポインタが１つも登録されていないか）判断する。優先置換ページリスト１３４が空である場合、ステップＳ２３に処理が進む。優先置換ページリスト１３４が空でない（１つ以上のポインタが登録されている）場合、ステップＳ２２に処理が進む。

（Ｓ２２）置換ページ決定部１４３は、優先置換ページリスト１３４から１つポインタ（例えば、先頭のポインタ）を抽出する。抽出したポインタは優先置換ページリスト１３４から削除される。置換ページ決定部１４３は、抽出したポインタを決定要求の送信元に返信する。また、置換ページ決定部１４３は、抽出したポインタと同じ管理構造体を指すポインタをＬＲＵ管理リスト１３３から検索し、検索したポインタをＬＲＵ管理リスト１３３から削除する。そして、ステップＳ２６に処理が進む。

（Ｓ２３）置換ページ決定部１４３は、ＬＲＵアルゴリズムに従ってＬＲＵ管理リスト１３３を更新し、ＲＡＭ１０２から追い出すページに対応する管理構造体のポインタを１つ選択する。具体的には、置換ページ決定部１４３は、ＬＲＵ管理リスト１３３の末尾にあるポインタを先頭に移動し、先頭に移動したポインタを選択する。ただし、置換ページ決定部１４３が他のページ置換アルゴリズムを使用することも可能である。置換ページ決定部１４３は、選択したポインタを決定要求の送信元に返信する。

（Ｓ２４）置換ページ決定部１４３は、ステップＳ２３で選択したポインタが指す管理構造体からストリームフラグを取得し、ストリームフラグが「ＯＮ」（または「１」）であるか判断する。ストリームフラグが「ＯＮ」である場合はステップＳ２５に処理が進み、「ＯＦＦ」（または「０」）である場合はステップＳ２６に処理が進む。

（Ｓ２５）置換ページ決定部１４３は、ステップＳ２３で選択したポインタが指す管理構造体からストリームＩＤを取得し、ストリームＩＤのハッシュ値を算出する。置換ページ決定部１４３は、ハッシュテーブル１３２から、算出したハッシュ値に対応する連結リストを検索し、ステップＳ２３で選択したポインタと同じ管理構造体を指すポインタを検索する。置換ページ決定部１４３は、検索したポインタを削除する。

（Ｓ２６）置換ページ決定部１４３は、決定要求で指定されたページ数に相当する数のポインタを返信したか判断する。指定された数のポインタを返信済みである場合は置換ページ決定が終了し、それ以外の場合はステップＳ２１に処理が進む。

図１４は、キャッシュヒット判定の手順例を示すフローチャートである。
（Ｓ３０）キャッシュヒット判定部１４４は、アドレス情報を含むアクセス要求を、アクセス要求受付部１４１から受信する。アドレス情報は、例えば、読み出すデータの先頭を示すＨＤＤ１０３の物理アドレスとデータ長とを含む。

（Ｓ３１）キャッシュヒット判定部１４４は、アクセス要求に含まれるアドレス情報に基づいて、１または２以上の対象ページを特定する。キャッシュヒット判定部１４４は、各管理構造体に含まれるディスクアドレスに基づいて、特定した対象ページがＲＡＭ１０２にキャッシュされているか判断する。対象ページがキャッシュされている場合（キャッシュヒットの場合）、ステップＳ３２に処理が進む。対象ページがキャッシュされていない場合（キャッシュミスヒットの場合）、ステップＳ３３に処理が進む。

（Ｓ３２）キャッシュヒット判定部１４４は、ＬＲＵ管理リスト１３３から、対象ページのディスクアドレスを含む管理構造体を指すポインタを検索し、検索されたポインタをＬＲＵ管理リスト１３３の先頭に移動する。ただし、他のページ置換アルゴリズムが使用されている場合には、当該アルゴリズムに応じた処理が行われる。そして、ステップＳ３５に処理が進む。

（Ｓ３３）キャッシュヒット判定部１４４は、ステップＳ３１で特定した対象ページのページ数を算出し、ページ数を含む決定要求を置換ページ決定部１４３に送信する。
（Ｓ３４）キャッシュヒット判定部１４４は、ステップＳ３３で算出したページ数に相当する数の管理構造体のポインタを、置換ページ決定部１４３から受信する。キャッシュヒット判定部１４４は、受信したポインタが指す管理構造体からキャッシュアドレスを取得する。キャッシュヒット判定部１４４は、ＨＤＤ１０３の対象ページを、キャッシュアドレスが示すＲＡＭ１０２の領域にコピーする。また、キャッシュヒット判定部１４４は、受信したポインタが指す管理構造体のストリームＩＤ、ディスクアドレスおよびストリームフラグを更新する。管理構造体に登録するストリームＩＤは、「ＮＵＬＬ」または「０」である。管理構造体に登録するディスクアドレスは、対象ページの先頭を示すＨＤＤ１０３の物理アドレスである。管理構造体に登録するストリームフラグは「ＯＦＦ」（または「０」）である。

（Ｓ３５）キャッシュヒット判定部１４４は、ＲＡＭ１０２にキャッシュされたページの中から、アクセス要求に含まれるアドレス情報が示すデータを抽出し、抽出したデータをアクセス要求の送信元に返信する。ただし、アクセス要求が書き込み要求である場合、書き込み要求に含まれるデータを用いて、ＲＡＭ１０２にキャッシュされたページを更新し、更新の成否をアクセス要求の送信元に通知する。なお、キャッシュされたページが更新された場合、更新された直後または当該ページがＲＡＭ１０２から追い出されるときに、当該ページがＨＤＤ１０３に書き戻される。

図１５は、連続性検出の手順例を示すフローチャートである。
（Ｓ４０）連続性検出部１４５は、アクセス要求受付部１４１が受け付けるアクセス要求を監視し、アドレス範囲が［Ａ，Ａ＋Ｌ］であるアクセス要求（先頭の物理アドレスがＡでありデータ長がＬであるアクセス要求）を検出する。

（Ｓ４１）連続性検出部１４５は、現在時刻（Ｎｏｗ）を算出する。
（Ｓ４２）連続性検出部１４５は、ストリームテーブル群１３５の中から、使用フラグが「ＯＮ」（または「１」）であるストリームテーブルを検索する。連続性検出部１４５は、該当するストリームテーブルが存在するか判断する。該当するストリームテーブルがある場合はステップＳ４４に処理が進み、ない場合はステップＳ４３に処理が進む。

（Ｓ４３）連続性検出部１４５は、ストリームテーブル群１３５の中から、任意のストリームテーブルを１つ選択する。そして、ステップＳ４７に処理が進む。
（Ｓ４４）連続性検出部１４５は、使用フラグが「ＯＮ」であるストリームテーブルの中から、アクセスアドレス（Ａ_last）がＡに最も近いストリームテーブルを検索する。

（Ｓ４５）連続性検出部１４５は、ステップＳ４４で検索されたストリームテーブルのアクセスアドレス（Ａ_last）が、Ａ_last＜Ａ＜Ａ_last＋Ｒの関係を満たすか判断する。上記関係における「Ｒ」は、図４のような連続性のあるアクセスと判断されるアクセスの間隔の閾値であり、予め決めておく。上記関係を満たす場合はステップＳ４９に処理が進み、満たさない場合はステップＳ４６に処理が進む。

（Ｓ４６）連続性検出部１４５は、ストリームテーブル群１３５の中から、使用フラグが「ＯＦＦ」（または「０」）であるストリームテーブルを１つ選択する。ただし、ストリームテーブル群１３５の中に使用フラグが「ＯＦＦ」のストリームテーブルが存在しない場合、ステップＳ４４で検索されたストリームテーブルを選択する。

（Ｓ４７）連続性検出部１４５は、ステップＳ４３またはステップＳ４６で選択したストリームテーブルのアクセスアドレス（Ａ_last）、プリフェッチアドレス（Ａ_pre）、連続カウンタ（Ｃ）、ストリームＩＤ、アクセス時刻（Ｌａｓｔ）および最大間隔（Ｍａｘ）を更新する。アクセスアドレスとプリフェッチアドレスは、アクセス要求によって指定されたアドレス範囲の末尾（Ａ＋Ｌ）とする。連続カウンタは、「０」に初期化する。ストリームＩＤは、新たな識別番号とする。アクセス時刻は、現在時刻（Ｎｏｗ）とする。ただし、アクセス時刻を「０」などの任意の値としてもよい。最大間隔は「０」とする。

（Ｓ４８）連続性検出部１４５は、選択したストリームテーブルの使用フラグを「ＯＮ」に更新する。そして、ステップＳ５７に処理が進む。
（Ｓ４９）連続性検出部１４５は、ステップＳ４４で検索されたストリームテーブルを選択する。連続性検出部１４５は、選択したストリームテーブルのアクセスアドレス（Ａ_last）と連続カウンタ（Ｃ）を更新する。アクセスアドレスは、アクセス要求によって指定されたアドレス範囲の末尾（Ａ＋Ｌ）とする。連続カウンタは、現在の連続カウンタをインクリメントしたもの（Ｃ＋１）とする。

（Ｓ５０）連続性検出部１４５は、ステップＳ４９で選択したストリームテーブルからアクセス時刻（Ｌａｓｔ）を取得し、現在時刻からアクセス時刻を引いた経過時間を算出する。連続性検出部１４５は、選択したストリームテーブルから最大間隔（Ｍａｘ）を取得し、算出した経過時間が最大間隔を超えるか判断する。経過時間が最大間隔を超える場合はステップＳ５１に処理が進み、それ以外の場合はステップＳ５２に処理が進む。

（Ｓ５１）連続性検出部１４５は、選択したストリームテーブルの最大間隔を、ステップＳ５０で算出した経過時間（Ｎｏｗ−Ｌａｓｔ）に更新する。
（Ｓ５２）連続性検出部１４５は、選択したストリームテーブルのアクセス時刻を、現在時刻に更新する。そして、ステップＳ５３に処理が進む。

図１６は、連続性検出の手順例を示すフローチャート（続き）である。
（Ｓ５３）連続性検出部１４５は、ステップＳ４９で更新した連続カウンタ（Ｃ）が閾値Ｎ以上であるか判断する。閾値Ｎは、ステップＳ４５の関係を満たすアクセスの集合がストリームであると判断されるためのアクセス回数の閾値である。閾値Ｎは、２以上の整数であり、予め決めておく。Ｃ≧Ｎの関係を満たす場合はステップＳ５５に処理が進み、この関係を満たさない場合はステップＳ５４に処理が進む。

（Ｓ５４）連続性検出部１４５は、ステップＳ４９で選択したストリームテーブルのプリフェッチアドレス（Ａ_pre）を、アクセス要求によって指定されたアドレス範囲の末尾（Ａ＋Ｌ）に更新する。そして、ステップＳ５７に処理が進む。

（Ｓ５５）連続性検出部１４５は、プリフェッチ制御部１４２にプリフェッチ要求を送信する。プリフェッチ要求には、ステップＳ４９で選択したストリームテーブルのストリームＩＤが含まれる。また、プリフェッチ要求は、先読みするページ群の先頭のアドレスとしてＡ_preを含み、先読みするページ群の末尾のアドレスとしてＡ＋Ｌ＋Ｐを含む。「Ｐ」は、１回のプリフェッチで読み込むデータの量であり、予め決めておく。

（Ｓ５６）連続性検出部１４５は、ステップＳ４９で選択したストリームテーブルのプリフェッチアドレス（Ａ_pre）を、プリフェッチされたページの末尾を示すＨＤＤ１０３の物理アドレス（Ａ＋Ｌ＋Ｐ）に更新する。

（Ｓ５７）連続性検出部１４５は、ストリーム消失判定部１４６を呼び出す。
図１７は、ストリーム消失判定の手順例を示すフローチャートである。
（Ｓ６０）ストリーム消失判定部１４６は、ストリームテーブル群１３５の中から、次の３つの条件を満たすストリームテーブルを検索する。第１の条件は、使用フラグが「ＯＮ」であることである。第２の条件は、連続カウンタが閾値Ｎ以上であることである。第３の条件は、現在時刻とアクセス時刻の差（Ｎｏｗ−Ｌａｓｔ）が、最大間隔のｋ倍（Ｍａｘ×ｋ）より大きいことである。係数「ｋ」は、ストリームが消失したと判定するまでの待ち時間を調整するための１より大きい値であり、予め決めておく。第３の条件は、アクセス要求のない時間が、過去のアクセス間隔の最大よりも十分に長いことを表す。

（Ｓ６１）ストリーム消失判定部１４６は、ステップＳ６０において該当するストリームテーブルが検索されたか判断する。該当するストリームテーブルがある場合、ステップＳ６２に処理が進み、該当するストリームテーブル毎にステップＳ６２〜Ｓ６５が実行される。該当するストリームテーブルがない場合、ストリーム消失判定が終了する。

（Ｓ６２）ストリーム消失判定部１４６は、ステップＳ６０で検索されたストリームテーブルの使用フラグを「ＯＮ」から「ＯＦＦ」に更新する。
（Ｓ６３）ストリーム消失判定部１４６は、ステップＳ６０で検索されたストリームテーブルからストリームＩＤを取得し、ストリームＩＤのハッシュ値を算出する。ストリーム消失判定部１４６は、ハッシュテーブル１３２から、算出したハッシュ値に対応する連結リストを検索し、連結リストに含まれるポインタが指す管理構造体（上記のストリームＩＤを含む管理構造体）を検索する。ストリーム消失判定部１４６は、該当する管理構造体が１つ以上あるか判断する。該当する管理構造体がある場合はステップＳ６４に処理が進み、該当する管理構造体がない場合はストリーム消失判定が終了する。

（Ｓ６４）ストリーム消失判定部１４６は、ステップＳ６３で検索された管理構造体を指すポインタを、優先置換ページリスト１３４に登録する。
（Ｓ６５）ストリーム消失判定部１４６は、ステップＳ６３で検索された連結リストから、ステップＳ６３で検索された管理構造体を指すポインタを削除する。

第２の実施の形態の情報処理装置１００によれば、先読みされたページに対してストリームを識別するストリームＩＤが対応付けられ、ストリーム毎にアクセス要求が到着する時間間隔が監視される。過去の時間間隔と比べて十分に長い時間アクセス要求がないストリームが消失したストリームと判定され、ＲＡＭ１０２にキャッシュされたページの中から、ストリームが消失したページが検索される。ストリームが消失したページは、その後に使用される可能性が低いため、ＬＲＵアルゴリズムによって選択されるページよりも優先的にＲＡＭ１０２から削除される。これにより、ストリームが消失したページよりも使用される可能性の高い他のページをＲＡＭ１０２に残しつつ、ＲＡＭ１０２に空き領域を確保することができる。よって、ＬＲＵアルゴリズムのみを使用する場合と比べて、キャッシュ用領域の利用効率を向上させることができる。

なお、前述のように、第１の実施の形態の情報処理は、情報処理装置１０にプログラムを実行させることで実現できる。第２の実施の形態の情報処理は、情報処理装置１００にプログラムを実行させることで実現できる。

プログラムは、コンピュータ読み取り可能な記録媒体（例えば、記録媒体１１３）に記録しておくことができる。記録媒体として、例えば、磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク、半導体メモリなどを使用できる。磁気ディスクには、ＦＤおよびＨＤＤが含まれる。光ディスクには、ＣＤ、ＣＤ−Ｒ（Recordable）／ＲＷ（Rewritable）、ＤＶＤおよびＤＶＤ−Ｒ／ＲＷが含まれる。プログラムは、可搬型の記録媒体に記録されて配布されることがある。その場合、可搬型の記録媒体から他の記録媒体（例えば、ＨＤＤ１０３）にプログラムをコピーして実行してもよい。

１０ 情報処理装置
１１ 記憶装置
１２ メモリ
１３ 制御部
１４ａ，１４ｂ，１４ｃ，１４ｄ データブロック
１５ ストリーム
１６ ストリーム情報

Claims (6)

1. 記憶装置に記憶されたデータブロックをキャッシュするメモリと、
   アクセスされた複数の第１のデータブロックの前記記憶装置上における位置関係に基づいて、所定の規則条件を満たすアクセスのストリームを検出し、前記ストリームを示すストリーム情報を生成し、前記ストリーム情報に基づいて前記記憶装置から前記メモリに先読みされた、複数の第２のデータブロックへのアクセスを監視し、前記複数の第２のデータブロックの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいて前記ストリームの停止を判定し、前記ストリームが停止したと判定した場合、前記複数の第２のデータブロックの少なくとも一部を前記メモリから削除する制御部と、
   を有する情報処理装置。
2. 前記複数の第２のデータブロックの少なくとも一部の削除は、前記ストリーム情報に基づく先読み以外の方法によって前記メモリにキャッシュされた第３のデータブロックの削除よりも優先的に実行される、
   請求項１記載の情報処理装置。
3. 前記複数の第２のデータブロックの少なくとも一部の削除は、前記メモリに先読みされてからアクセスされなかった第２のデータブロックを削除することを含む、
   請求項１記載の情報処理装置。
4. 前記複数の第２のデータブロックへのアクセスの監視は、一の第２のデータブロックのアクセスから次の第２のデータブロックのアクセスまでの時間間隔の算出を含み、
   前記ストリームの停止の判定では、前記時間間隔の最大値に基づいて閾値を算出し、前記経過時間が前記閾値を超えた場合に前記ストリームが停止したと判定する、
   請求項１記載の情報処理装置。
5. コンピュータが実行するキャッシュ制御方法であって、
   アクセスされた複数の第１のデータブロックの記憶装置上における位置関係に基づいて、所定の規則条件を満たすアクセスのストリームを検出し、前記ストリームを示すストリーム情報を生成し、
   前記ストリーム情報に基づいて前記記憶装置からメモリに先読みされた、複数の第２のデータブロックへのアクセスを監視し、前記複数の第２のデータブロックの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいて前記ストリームの停止を判定し、
   前記ストリームが停止したと判定した場合、前記複数の第２のデータブロックの少なくとも一部を前記メモリから削除する、
   キャッシュ制御方法。
6. コンピュータに、
   アクセスされた複数の第１のデータブロックの記憶装置上における位置関係に基づいて、所定の規則条件を満たすアクセスのストリームを検出し、前記ストリームを示すストリーム情報を生成し、
   前記ストリーム情報に基づいて前記記憶装置からメモリに先読みされた、複数の第２のデータブロックへのアクセスを監視し、前記複数の第２のデータブロックの何れかが最後にアクセスされてからの経過時間に基づいて前記ストリームの停止を判定し、
   前記ストリームが停止したと判定した場合、前記複数の第２のデータブロックの少なくとも一部を前記メモリから削除する、
   処理を実行させるキャッシュ制御プログラム。

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