JP2022188903A - 情報処理装置および方法 - Google Patents

Abstract

【課題】安価でストレージ容量が多い情報処理装置を得ること。【解決手段】情報処理装置のプロセッサは、ストレージ装置を制御することによって、第１記憶領域内に複数の第２記憶領域を生成する。プロセッサは、端末から要求された第１コンテンツが第２記憶領域の何れにも格納されていない場合、オリジンサーバから第１コンテンツを取得して、取得された第１コンテンツを端末に応答する。さらに、プロセッサは、複数の第２記憶領域から第３記憶領域を選択して、ストレージ装置を制御することによって第１コンテンツを第３記憶領域内の空き領域にライトする。第１条件が成立した場合、プロセッサは、複数の第２記憶領域から第４記憶領域を選択して、ストレージ装置を制御することによって、第４記憶領域内の全てのコンテンツをまとめて削除する。【選択図】図１４

Description

本実施形態は、情報処理装置および方法に関する。

ネットワークシステムとして、エンドユーザの端末に近い位置に或る情報処理装置をキャッシュサーバとして配置し、端末からのコンテンツの要求に対し、配信サーバの代わりにキャッシュサーバが応答するよう、構成されたネットワークシステムが知られている。例えばＣＤＮ（Content Delivery Network）は、このようなネットワークシステムの一例である。このようなネットワークシステムでは、配信サーバの数または種類が増大した場合、キャッシュヒット率が低下する傾向がある。キャッシュヒット率の低下は、キャッシュサーバのストレージ容量を増やすことで抑制できる。

特許第５７６４１００号公報 特許第５２６１７８５号公報 米国特許第９５１９６１４号明細書

一つの実施形態は、安価でストレージ容量が多い情報処理装置および当該情報処理装置を制御する方法を提供することを目的とする。

一つの実施形態によれば、情報処理装置は、オリジンサーバと端末とにネットワークを介して接続される。情報処理装置は、ストレージ装置と、プロセッサと、を備える。ストレージ装置は、第１記憶領域を備える。プロセッサは、ストレージ装置を制御することによって、第１記憶領域内にオリジンサーバから配信される１以上のコンテンツを格納するための複数の第２記憶領域を生成する。プロセッサは、端末からコンテンツの要求を受信する。プロセッサは、端末から要求されたコンテンツである第１コンテンツが複数の第２記憶領域の何れかに格納されている場合には、ストレージ装置を制御することによって第１コンテンツをリードして、リードされた第１コンテンツを端末に応答する。プロセッサは、第１コンテンツが複数の第２記憶領域の何れにも格納されていない場合、オリジンサーバから第１コンテンツを取得して、取得された第１コンテンツを端末に応答する。さらに、プロセッサは、複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第３記憶領域を選択して、ストレージ装置を制御することによって、取得された第１コンテンツである第２コンテンツを第３記憶領域内の空き領域にライトする。第１条件が成立した場合、プロセッサは、複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第４記憶領域を選択して、ストレージ装置を制御することによって、第４記憶領域内の全てのコンテンツをまとめて削除する。

図１は、第１の実施形態のキャッシュサーバを備えるＣＤＮの構成の一例を示す模式的な図である。 図２は、第１の実施形態のキャッシュサーバのハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。 図３は、第１の実施形態のＳＳＤのハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。 図４は、第１の実施形態のメモリチップのハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。 図５は、第１の実施形態のゾーンを説明するための模式的な図である。 図６は、第１の実施形態のＳＳＤとして適用されるＺＮＳ ＳＳＤに関する制約を説明するための模式的な図である。 図７は、第１の実施形態のキャッシュサーバのソフトウェア構成の一例を示す模式的な図である。 図８は、第１の実施形態のキャッシュデータ制御部のより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。 図９は、第１の実施形態のキャッシュ管理情報のデータ構造の一例を示す模式的な図である。 図１０は、第１の実施形態のライト可能ゾーンの設定方法を説明するための模式的な図である。 図１１は、第１の実施形態のゾーン管理情報のデータ構造の一例を示す模式的な図である。 図１２は、第１の実施形態のゾーン管理情報に追加される情報の一例を示す模式的な図である。 図１３は、第１の実施形態のキャッシュサーバの端末からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。 図１４は、第１の実施形態のゾーンを削除する動作の一例を示すフローチャートである。 図１５は、第２の実施形態のキャッシュサーバのハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。 図１６は、第２の実施形態のキャッシュデータ制御部のより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。 図１７は、第２の実施形態のライト可能ゾーンの設定方法を説明するための模式的な図である。 図１８は、複数のコンテンツ間の関係性に基づいて特性を定義する第２の実施形態の定義方法の一例を説明するための模式的な図である。 図１９は、第２の実施形態のキャッシュサーバの端末からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。 図２０は、第３の実施形態のキャッシュデータ制御部のより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。 図２１は、コンテンツの要求の頻度の推移の一例を示すグラフである。 図２２は、コンテンツの要求の間隔と効果持続期間との関係の一例を示すグラフである。 図２３は、第３の実施形態のキャッシュサーバの、ゾーンがまだ生成されていない状態のＳＳＤにゾーンを生成する動作の一例を示すフローチャートである。 図２４は、図２３に示された一連の動作によって生成された複数のゾーンと、各ゾーンに対応付けられた時刻と、の具体例を説明するための模式的な図である。 図２５は、第３の実施形態の、時刻に応じたゾーンの管理の動作の一例を示すフローチャートである。 図２６は、複数のゾーンのそれぞれに対応付けられた時刻の変化の具体例を説明するための模式的な図である。 図２７は、第３の実施形態のキャッシュサーバの端末からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。 図２８は、第３の実施形態のキャッシュ読み書き部による効果持続期間の推定の動作の一例を示すフローチャートである。 図２９は、第３の実施形態の変形例のゾーン制御部の動作の具体例を説明するための模式的な図である。

実施形態にかかる情報処理装置は、コンテンツをキャッシュするように構成された任意のコンピュータに適用可能である。以下では、実施形態にかかる情報処理装置をＣＤＮに含まれるキャッシュサーバに適用した例について説明する。以下、添付図面を参照して、実施形態にかかる情報処理装置が適用されたキャッシュサーバを詳細に説明する。なお、これらの実施形態により本発明が限定されるものではない。

（第１の実施形態）
図１は、第１の実施形態のキャッシュサーバを備えるＣＤＮの構成の一例を示す模式的な図である。ＣＤＮ１０００は、１以上のキャッシュサーバ１と、１以上のオリジンサーバ２と、を含む。本図には、１以上のオリジンサーバ２の例として、２つのオリジンサーバ２－１，２－２が描かれている。また、１以上のキャッシュサーバ１の例として、３つのキャッシュサーバ１－１，１－２，１－３が描かれている。２つのオリジンサーバ２－１，２－２および３つのキャッシュサーバ１－１，１－２，１－３は、ネットワーク３を介して接続されている。

各オリジンサーバ２は、コンテンツを配信する配信サーバである。コンテンツは、動画、画像、またはこれら以外の任意の種類のデータである。コンテンツは、複数のデータチャンクに分割されていてもよい。オリジンサーバ２が配信するコンテンツを、オリジンサーバ２のコンテンツ、と表現することがある。以降では、コンテンツ、またはデータチャンクを総称して、コンテンツ、またはデータ、と表記する場合がある。

各キャッシュサーバ１は、第１の実施形態の情報処理装置の一例である。各キャッシュサーバ１は、１以上のオリジンサーバ２から配信されるコンテンツをキャッシュする。各キャッシュサーバ１は、１つのオリジンサーバ２のコンテンツのみをキャッシュしてもよいし、２以上のオリジンサーバ２のコンテンツをキャッシュしてもよい。なお、コンテンツをキャッシュすることは、コンテンツを格納する、またはコンテンツをライトする、と換言され得る。

キャッシュサーバ１は、エンドユーザの端末５からコンテンツの要求（request for a content）を受信した場合、要求されたコンテンツを自身がキャッシュしているか否かを判定する。キャッシュサーバ１は、要求されたコンテンツを自身がキャッシュしている場合、そのコンテンツを端末５に応答する。各キャッシュサーバ１は、要求されたコンテンツを自身がキャッシュしていない場合、要求されたコンテンツの配信元のオリジンサーバ２から該当のコンテンツを取得し、取得したコンテンツを端末５に応答するとともに、取得したコンテンツを自身にキャッシュする。要求されたコンテンツをキャッシュサーバ１がキャッシュしていることが判明することは、キャッシュヒットとも称される。要求されたコンテンツをキャッシュサーバ１がキャッシュしていないことが判明することは、キャッシュミスとも称される。

なお、図１に示される例によれば、キャッシュサーバ１－１は、複数の端末５としての一例としての端末５－１，５－２が接続されたネットワーク４－１に配置されている。つまり、キャッシュサーバ１－１は、端末５－１，５－２に近い位置に配置されている。これによって、キャッシュサーバ１－１は、端末５－１，５－２から送信されるコンテンツの要求をネットワーク４－１を介して受信することができる。なお、「近い」とは、通信経路が短いこと、または短い時間で通信ができることをいう。

キャッシュサーバ１－２は、複数の端末５としての一例としての端末５－３，５－４が接続されたネットワーク４－２に配置されている。つまり、キャッシュサーバ１－２は、端末５－３，５－４に近い位置に配置されている。これによって、キャッシュサーバ１－２は、端末５－３，５－４から送信されるコンテンツの要求をネットワーク４－２を介して受信することができる。

キャッシュサーバ１－３は、複数の端末５としての一例としての端末５－５，５－６，５－７が接続されたネットワーク４－３に配置されている。つまり、キャッシュサーバ１－３は、端末５－５，５－６，５－７に近い位置に配置されている。これによって、キャッシュサーバ１－３は、端末５－５，５－６，５－７から送信されるコンテンツの要求をネットワーク４－３を介して受信することができる。

ＣＤＮ１０００によれば、端末５からコンテンツの要求が送信されて、当該要求の送信元の端末５に近いキャッシュサーバ１においてキャッシュヒットした場合、当該キャッシュサーバ１は、当該コンテンツの配信元のオリジンサーバ２の替わりに当該要求に応答する。よって、オリジンサーバ２へのアクセスの集中を緩和できる。また、各端末５は短い時間で所望のコンテンツを取得することが可能である。キャッシュサーバ１においてキャッシュヒットした場合に得られるこれらの効果を、キャッシュ効果、と表記する場合がある。

図２は、第１の実施形態のキャッシュサーバ１のハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュサーバ１は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）１１、メインメモリ１２、ＮＩＣ（Network Interface Card）１３、チップセット１４、およびＳＳＤ（Solid State Drive）１５を備える。メインメモリ１２はＣＰＵ１１に電気的に接続されている。ＣＰＵ１１、ＮＩＣ１３、およびＳＳＤ１５は、チップセット１４に電気的に接続されている。なお、各要素間の接続の関係はこれに限定されない。

ＳＳＤ１５は、第１の実施形態のストレージ装置の一例である。ＳＳＤ１５には、コンテンツがキャッシュデータとして格納される。第１の実施形態では、ＳＳＤ１５は、ＺＮＳ（Zoned Namespace） ＳＳＤと称される種類のＳＳＤである。ＺＮＳ ＳＳＤは、NVM Express（ＴＭ）によって規定されたＺＮＳコマンドセットに含まれる各コマンドを実行できるＳＳＤである。ＳＳＤ１５のＺＮＳ ＳＳＤとしての機能は後述される。

ＣＰＵ１１は、コンピュータプログラム（以降、プログラム、またはソフトウェアと表記する）を実行することが可能なプロセッサである。ＣＰＵ１１は、所定のプログラムを実行することによって、キャッシュサーバ１全体の動作の制御を実現する。ＣＰＵ１１は、ＳＳＤ１５にライトコマンド、リードコマンド、またはＺＮＳコマンドセットに含まれる各コマンド、等の種々のコマンドを送信することによって、ＳＳＤ１５の動作を制御することができる。

メインメモリ１２は、プログラムが展開される領域、またはデータが一時的に格納される領域、などとして機能する。

チップセット１４は、ＣＰＵ１１、ＮＩＣ１３、およびＳＳＤ１５の間の情報の送受信を実行する。

ＮＩＣ１３は、インタフェース装置である。キャッシュサーバ１は、ＮＩＣ１３によってネットワーク（例えばネットワーク３およびネットワーク４）を介したオリジンサーバ２や端末５に対する情報の送受信を実行する。

図３は、第１の実施形態のＳＳＤ１５のハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。ＳＳＤ１５は、コントローラ２１と、ＮＡＮＤメモリ２２と、を備える。

コントローラ２１は、ホストからのライトコマンドに従って、ホストから受信したデータをＮＡＮＤメモリ２２にライトする。また、コントローラ２１は、ホストからのリードコマンドに従って、ＮＡＮＤメモリ２２からデータをリードしてホストへ送信する。なお、第１の実施形態では、ＣＰＵ１１がコントローラ２１にとってのホストに該当する。

また、コントローラ２１は、ＺＮＳコマンドセットに含まれる各コマンドを実行することができる。

ＮＡＮＤメモリ２２は、１以上のメモリチップ２３によって構成される。本図に示される例では、ＮＡＮＤメモリ２２は、４つのメモリチップ２３－１，２３－２，２３－３，２３－４によって構成される。各メモリチップ２３は、例えば、ＮＡＮＤ型のフラッシュメモリのメモリチップである。

メモリチップ２３－１およびメモリチップ２３－２は、チャネルＣＨ０を介してコントローラ２１と接続される。メモリチップ２３－３およびメモリチップ２３－４は、チャネルＣＨ１を介してコントローラ２１と接続される。チャネルＣＨ０，ＣＨ１のそれぞれは、コマンド、アドレス、データ、および制御信号を伝送可能な信号線の群によって構成される。

なお、ＮＡＮＤメモリ２２を構成するメモリチップ２３の数は４つに限定されない。また、各メモリチップ２３とコントローラ２１との間の接続の関係は上記の関係に限定されない。

図４は、第１の実施形態のメモリチップ２３のハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。メモリチップ２３は、アクセス回路２４と、メモリセルアレイ２５と、を備える。

アクセス回路２４は、ロウデコーダ、カラムデコーダ、センスアンプ、電圧発生回路、シーケンサ、データバッファ、などを含む。アクセス回路２４は、メモリセルアレイ２５に対し、データのライト、データのリード、およびデータのイレースを実行する。

メモリセルアレイ２５は、複数のメモリセルが２次元的にまたは３次元的に配列された構成を有する。メモリセルアレイ２５は、複数の物理ブロック２６を含む。物理ブロック２６は、メモリセルアレイ２５に対するイレースの単位である。つまり、１つの物理ブロック２６に格納された全データは、アクセス回路２４によって一括にイレースされる。

各物理ブロック２６は、複数のページを備えている。各ページは、アクセス回路２４によってデータのライトおよびデータのリードが実行される最小の単位である。

なお、メモリセルアレイ２５は、それぞれは複数の物理ブロックを備えた複数のプレーン（Plane）に分割されていてもよい。複数のプレーンのそれぞれは、互いに独立した周辺回路（例えば、ロウデコーダ、カラムデコーダ等）を備えていることにより、複数のプレーンに対して同時にライト、リード、またはイレースを実行することが可能とされ得る。

コントローラ２１は、複数の論理ブロックを設定してもよい。各論理ブロックは、例えば、それぞれ異なるメモリチップ２３または異なるプレーンに属する複数の物理ブロックによって構成される。コントローラ２１は、１つの論理ブロックを構成する複数の物理ブロックに対して同時にライト、リード、またはイレースを指示してもよい。

以降、ブロックは、物理ブロック２６または論理ブロックを意味することとする。

続いて、ＺＮＳ ＳＳＤとしてのＳＳＤ１５の機能を説明する。ＺＮＳ ＳＳＤとしてのＳＳＤ１５は、ＺＮＳコマンドセットに含まれる各コマンドを解釈して実行することが可能に構成されている。ＺＮＳコマンドセットは、ゾーン生成コマンド（Zone Create Command）を含む。ゾーン生成コマンドは、ゾーンの生成のためのコマンドである。

図５は、第１の実施形態のゾーンを説明するための模式的な図である。

ＳＳＤ１５が備える４つのメモリチップ２３の分のブロックの群は、記憶領域２００を構成する。そして、記憶領域２００は、物理アドレス空間３００にマッピングされている。物理アドレス空間３００は、記憶領域２００に与えられた連続する物理アドレス値によって構成された範囲を表す。より詳しくは、メモリセルアレイ２５内の各位置には、メモリセルアレイ２５の構造的な特徴に則した位置情報である物理アドレス値がアサインされる。例えば、１つのページに含まれる複数のクラスタには、連続した物理アドレス値がアサインされる。そして、１つのブロックに含まれる複数のページには、ページのサイズに対応した粒度で連続した物理アドレス値がアサインされる。なお、クラスタは、物理アドレス値が与えられる最小粒度の領域であり、ページよりも小さい。コントローラ２１は、物理アドレス値を用いて各メモリチップ２３に対してライト、リード、およびイレースを指示する。なお、記憶領域２００および物理アドレス空間３００は、第１記憶領域の一例である。

物理アドレス値とメモリセルアレイ２５内の位置との対応関係は、基本的には固定される。物理アドレス値とメモリセルアレイ２５内の位置との対応関係が固定されることに例外があってもよい。例えば、或るブロックに対するアクセスが困難になった場合、コントローラ２１は、アクセス（即ちライト、リード、またはイレース）が困難になったブロックに対してアサインされていた物理アドレス値の群を、他の予備のブロックにリアサインしてもよい。

コントローラ２１は、ホストからゾーン生成コマンドを受信すると、物理アドレス空間３００（換言すると記憶領域２００）内にゾーンを生成する。物理アドレス空間３００内にゾーンを生成するとは、物理アドレス空間３００内の連続する領域（contiguous area）を１つのゾーンにアサインすることである。連続する領域とは、複数に断片化されていない領域である。図５に示される例によれば、物理アドレス空間３００の先頭の領域がゾーン＃０にアサインされ、ゾーン＃０の末尾に隣接する領域がゾーン＃１にアサインされている。ゾーン＃１の末尾に隣接する領域は、まだ何れのゾーンにもアサインされていない。

このように、物理アドレス空間３００内には、ホスト（即ちＣＰＵ１１）からの制御によって、複数のゾーンが生成される。当該複数のゾーンは、オリジンサーバ２から配信される１以上のコンテンツがキャッシュデータとして格納される。各ゾーンは、第２記憶領域の一例である。

１つのゾーンは、複数のブロックを含み得る。そして、１つのゾーン内では連続する論理アドレス値の群と連続する物理アドレスの群とがリニアに対応するように、１つのゾーン内の各位置（即ち各クラスタ）に論理アドレスが対応付けられる。例えば、論理アドレス値「0x000000」から始まる連続した論理アドレス値が、物理アドレス空間３００上のゾーン＃０がアサインされた領域の先頭から末尾までクラスタ単位で対応付けられる。また、論理アドレス値「0x000000」から始まる連続した論理アドレス値が、物理アドレス空間３００上のゾーン＃１がアサインされた領域の先頭から末尾までクラスタ単位で対応付けられる。

ＺＮＳ ＳＳＤでは、データのライトおよびデータのイレースに関して制約が設けられている。図６は、第１の実施形態のＳＳＤ１５として適用されるＺＮＳ ＳＳＤに関する制約を説明するための模式的な図である。なお、本図には、一例として、物理アドレス空間３００のうちのゾーン＃０にアサインされた領域が描画されている。本図に示される例では、ゾーン＃０が１０個のブロック２７によって構成されている。各ブロック２７は、物理ブロック２６または論理ブロックである。

ＺＮＳ ＳＳＤでは、ホストは、各ゾーンに対し、論理アドレスの点でシーケンシャルにライトすることが要求される。例えば、ホストは、ゾーン＃０に対しては、論理アドレス値「0x000000」で示される位置を先頭として、論理アドレス値の順番でライト先を選択して、順次、データをライトする。なお、ホストがデータをライトするとは、ホストがライトコマンドとライト先を示す論理アドレス値とライト対象のデータとをＳＳＤ（この場合はＺＮＳ ＳＳＤ）に送信することである。

前述されたように、１つのゾーン内では連続する論理アドレス値の群と連続する物理アドレスの群とがリニアに対応するように、１つのゾーン内の各位置に論理アドレス値が対応付けられる。したがって、ホストが論理アドレスの点でシーケンシャルにライトする制約を守った場合、コントローラ２１は、各ゾーンに対し、物理アドレスの点でシーケンシャルにデータをライトする。例えばゾーン＃０の場合、コントローラ２１は、ホストから順次受信するデータを、ゾーン＃０内の最も小さい物理アドレス値がアサインされたブロック２７からライト先の物理アドレス値が連続するように、順次ライトする。ゾーン＃０内の１つのブロック２７がライト済みになった場合、つまり当該ブロック２７に空き（available）領域が無くなった場合、コントローラ２１は、次に受信するデータを、ゾーン＃０内の物理アドレスの点で後続するブロック２７にライトする。なお、空き領域とは、データが格納されていない領域である。

ホストは、論理アドレスの点でシーケンシャルにデータをライトするために、具体的には、次に述べる管理を行う。即ち、ホストは、１つのゾーン内において最後にライト済みとなった領域に論理アドレス値の点で後続する位置を、次のデータのライトが可能な位置として管理する。つまり、１つのゾーン内において、空き領域の先頭位置が、次のデータのライトが可能な位置として管理される。ホストによって管理される次のデータのライトが可能な位置を、以降、ライト可能位置（writable location）、と表記する。ホストは、各ゾーンにおいて、ライト可能位置として設定された位置に新たなデータをライトする。ホストは、各ゾーンにおいて、ライト可能位置として設定した位置以外の位置にはデータをライトしない。上記の管理によって、ホストは、各ゾーンに対し、論理アドレスの点でシーケンシャルにデータをライトすることができる。

なお、ホストでの管理において、ライト可能位置の設定は、所定の単位領域の境界でアラインされてもよい。所定の単位領域は例えばセクタ、クラスタ、またはページなどである。セクタは、論理アドレス値が与えられる最小粒度の領域であり、クラスタよりも小さい。

ＺＮＳ ＳＳＤでは、さらに、データのイレースはゾーン単位で実行するという制約がある。例えばゾーン＃０の場合、ゾーン＃０を構成する１０個のブロック２７内のデータをまとめてイレースするよう、ホストおよびコントローラ２１は制御を行う。例えばゾーン＃０の場合、ホストおよびコントローラ２１の何れも、ゾーン＃０を構成する１０個のブロック２７のうちの一部のブロック２７のみに対してイレースして他のブロック２７のデータを残すような制御を実行しない。ホストは、ＳＳＤ１５に対し、ゾーン＃０内のデータを削除するように指示する。ＳＳＤ１５のコントローラ２１は、ゾーン＃０を構成する１０個のブロック２７をターゲットして、ターゲットのブロック２７を有する全てのメモリチップ２３にイレースを指示する。

或るゾーンに対してデータのイレースが実行された後、そのゾーンは、論理アドレスの点（および物理アドレスの点）で先頭からのデータのライトが可能になる。

このように、ＺＮＳ ＳＳＤでは、各ゾーンに対して論理アドレスの点でシーケンシャルにデータをライトしなくてはならないという制約と、データのイレースはゾーン単位で実行しなくてはならないという制約がある。

ここで、第１の実施形態のＳＳＤ１５と比較されるＳＳＤを説明する。第１の実施形態のＳＳＤ１５と比較されるＳＳＤを、比較例にかかるＳＳＤと表記する。

比較例にかかるＳＳＤは、磁気ディスク装置との互換性を維持することを目的として、ランダムライト、つまり論理アドレスの点でランダムなライトが可能に構成される。そのため、比較例にかかるＳＳＤは、論理アドレス値と物理アドレス値との対応関係をクラスタ毎に論物変換情報（logical-to-physical address translation information）に記録し、管理する。比較例にかかるＳＳＤは、リードの際には論物変換情報を検索し、ライトの際には論物変換情報を更新する。比較例にかかるＳＳＤによれば、論理アドレス値と物理アドレス値との対応関係の記録の単位がクラスタ単位であるため、ＮＡＮＤメモリの容量が大きいほど、論物変換情報のサイズが大きくなる。その結果、論物変換情報の検索の高速化のために大容量のバッファメモリが必要となったり、ＮＡＮＤメモリの記憶領域に論物変換情報を保存するための大きな領域を確保することが必要となったりする。

さらに、比較例にかかるＳＳＤは、論理アドレス空間でのオーバーライトが可能に構成される。論理アドレス空間でのオーバーライトは、或る論理アドレス値が示す論理アドレス空間上の位置に古いデータがライトされている状態で、当該位置に新しいデータをライトする処理である。以降、論理アドレス空間でのオーバーライトを、単に、オーバーライトと表記する。比較例にかかるＳＳＤは、オーバーライトの際には、新しいデータをＮＡＮＤメモリの空き領域にライトして当該新しいデータを有効データとして管理し、ＮＡＮＤメモリ内の別の位置に既に格納されている古いデータを無効化（invalidate）する。この処理によって、オーバーライトされたデータの量が多くなるほど、ＮＡＮＤメモリ内の無効データの量が増える。比較例にかかるＳＳＤは、無効データの量が増えてフリーブロックが枯渇すると、ガベージコレクションを実行することによってフリーブロックを生成する。フリーブロックとは、有効データが格納されていないブロックである。ガベージコレクションは、有効データが格納された何れかのブロックを選択し、選択されたブロックに格納されている有効データを別のブロックにコピーすることによって、選択されたブロックを有効なデータが格納されていない状態（即ちフリーブロックの状態）にする処理である。フリーブロックの状態になったブロックに格納されている全てのデータは一括にイレースされ、これによって、当該ブロック内の全ての記憶領域は空き領域になる。

ＳＳＤがホストに提供する論理アドレス空間のサイズは、表記容量（user capacity）と称される。比較例にかかるＳＳＤによれば、表記容量は、ＮＡＮＤメモリに格納可能な有効データの最大量と等しい。比較例にかかるＳＳＤによれば、オーバーライトによって、ＮＡＮＤメモリ内の古いデータは無効になる。よって、継続的（continuous）なライトを可能にするためには、比較例にかかるＳＳＤは、表記容量を超えた容量の記憶領域が必要になる。表記容量を超えた分の容量は、余裕容量（over-provisioning capacity）と称される。比較例にかかるＳＳＤは、表記容量の分の有効データがライトされた状態においては、余裕容量から最低限のフリーブロックの数に相当する量を除いた分まで無効データを保持しておくことが可能である。フリーブロックの数が最低限の数を下回った場合には、比較例にかかるＳＳＤは、前述されたガベージコレクションを実行する。

表記容量に対する余裕容量の比率は、ガベージコレクションの実行頻度に影響する。表記容量に対する余裕容量の比率が小さいほど、ガベージコレクションをより高い頻度で実行する必要がある。ガベージコレクションが実行されると、ＳＳＤ内部のハードウェア（例えばバスやプロセッサなど）がガベージコレクションのために占有されるため、ホストに対する応答性能が低下する。よって、比較例にかかるＳＳＤによれば、要求される性能が高いほど、表記容量に対する余裕容量の比率を高くする必要がある。比較例にかかるＳＳＤによれば、性能を高く維持しつつ表記容量をしようとすると、表記容量のほかに、大きな余裕容量が必要となる。

このように、比較例にかかるＳＳＤによれば、表記容量が大きいほど、論物変換情報の管理に要するリソースが増大したり、大きな余裕容量が必要になったりする。よって、比較例にかかるＳＳＤによれば、性能を維持しつつ表記容量を増やすことが価格の面で困難である。

比較例にかかるＳＳＤをキャッシュサーバに採用した場合、表記容量が、コンテンツをキャッシュすることが可能な最大量（つまりストレージ容量）である。よって、比較例にかかるＳＳＤをキャッシュサーバに採用する場合、ストレージ容量を増やすためにはＳＳＤに搭載するメモリチップの個数を増やすこと等が必要となり、安価にストレージ容量を増やすことが困難である。

これに対し、第１の実施形態のＳＳＤ１５として、ＺＮＳ ＳＳＤが採用される。ＺＮＳ ＳＳＤのコントローラは、１つのゾーン内では連続する論理アドレス値の群と連続する物理アドレスの群とがリニアに対応するように、１つのゾーン内の各位置に論理アドレス値を対応付ける。よって、ＺＮＳ ＳＳＤのコントローラは、ゾーンの先頭位置についてのみ論理アドレスと物理アドレスとの対応関係を論物変換情報に記録しておけば、ゾーン内の各位置の論理アドレス値と物理アドレス値との対応関係を導出することが可能である。よって、ＺＮＳ ＳＳＤによれば、論物変換情報の管理に要するリソースの量を、比較例にかかるＳＳＤに比べて著しく抑制することが可能である。

また、ＺＮＳ ＳＳＤによれば、各ゾーンに対して論理アドレスの点でシーケンシャルにデータをライトしなくてはならないという制約と、データのイレースはゾーン単位で実行しなくてはならないという制約とがある。よって、ＺＮＳ ＳＳＤでは、無効データが発生せず、ガベージコレクションは実行されない。つまり、ガベージコレクションが実行されることによる性能低下はない。また、無効データが発生しないため、余裕容量は必要ない。したがって、ＺＮＳ ＳＳＤによれば、比較例にかかるＳＳＤに比べ、性能を維持しつつ安価に表記容量を増加させることが容易である。

第１の実施形態では、比較例にかかるＳＳＤに替えてＺＮＳ ＳＳＤを活用することによって、安価でストレージ容量が多いキャッシュサーバを実現することが可能となる。

キャッシュサーバ１は、ＳＳＤ１５にコンテンツをキャッシュする。より詳細には、キャッシュサーバ１は、ＳＳＤ１５の記憶領域２００に複数のゾーンを生成し、生成された複数のゾーンに１以上のコンテンツをキャッシュする。ＳＳＤ１５にキャッシュされているコンテンツを、キャッシュデータを表記することがある。

図７は、第１の実施形態のキャッシュサーバ１のソフトウェア構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュサーバ１では、ＣＰＵ１１は、ＣＤＮキャッシュソフトウェア１００と、オペレーティングシステムプログラム１１０と、を実行する。具体的には、ＣＰＵ１１は、所定位置からオペレーティングシステムプログラム１１０およびＣＤＮキャッシュソフトウェア１００を取得してメインメモリ１２にこれらをロードする。所定位置は、ＳＳＤ１５であってもよいし、キャッシュサーバ１にネットワークを介して接続された他の装置であってもよい。

ＣＰＵ１１は、メインメモリ１２にロードされたオペレーティングシステムプログラム１１０を実行することによって、システムコールインタフェース（Ｉ／Ｆ）１１１、カーネル１１２、ＳＳＤデバイスドライバ１１３、およびネットワークインタフェース（Ｉ／Ｆ）ドライバ１１４として機能する。また、ＣＰＵ１１は、メインメモリ１２にロードされたＣＤＮキャッシュソフトウェア１００を実行することによって、キャッシュデータ制御部１０１としての機能を実現する。

システムコールインタフェース１１１は、アプリケーション（この場合ではＣＤＮキャッシュソフトウェア１００）からのカーネル１１２の機能の呼び出しを受け付けるインタフェースである。ＳＳＤデバイスドライバ１１３は、ＺＮＳ ＳＳＤであるＳＳＤ１５を使用するためのドライバである。ネットワークインタフェースドライバ１１４は、ＮＩＣ１３を使用するためのドライバである。

カーネル１１２は、キャッシュサーバ１のハードウェアリソースを管理し、アプリケーションがキャッシュサーバ１のハードウェアリソースを使用できるようにする。カーネル１１２は、アプリケーションからの呼び出しをシステムコールインタフェース１１１を介して受信すると、ＳＳＤデバイスドライバ１１３またはネットワークインタフェースドライバ１１４などの機能をアプリケーションに使用させる。これによって、アプリケーションは、キャッシュサーバ１のハードウェアリソースを使用することが可能とされる。

キャッシュデータ制御部１０１は、キャッシュサーバ１としての動作を制御する。

図８は、第１の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１のより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュデータ制御部１０１は、ハッシュ生成部１０２、キャッシュ管理情報１０３、データ取得部１０４、キャッシュ読み書き部１０５、ゾーン制御部１０６、およびゾーン管理情報１０７を備える。ハッシュ生成部１０２、データ取得部１０４、キャッシュ読み書き部１０５、およびゾーン制御部１０６は、例えばＣＰＵ１１によって実現される。キャッシュ管理情報１０３およびゾーン管理情報１０７は、例えばメインメモリ１２に置かれる。キャッシュ管理情報１０３およびゾーン管理情報１０７がメインメモリ１２に置かれる場合、キャッシュ管理情報１０３およびゾーン管理情報１０７は、キャッシュサーバ１の電源断などの際には、メインメモリ１２からＳＳＤ１５などの不揮発性の記憶装置に退避せしめられ得る。

ハッシュ生成部１０２は、端末５からのコンテンツの要求に含まれるコンテンツの識別情報をハッシュ化する。より具体的には、コンテンツの要求には、当該コンテンツの識別情報として、例えばＵＲＬ（Uniform Resource Locator）が含まれる。キャッシュデータ制御部１０１は、キャッシュサーバ１にキャッシュされているコンテンツを、ＵＲＬのハッシュを用いて管理する。

キャッシュ管理情報１０３は、キャッシュサーバ１にキャッシュされているデータを管理するためのテーブルである。

図９は、第１の実施形態のキャッシュ管理情報１０３のデータ構造の一例を示す模式的な図である。本図に示される例では、キャッシュ管理情報１０３は、ハッシュ値ごとに、ゾーンの識別番号、ゾーンの先頭位置からのオフセット、およびサイズが記録されたテーブルの形式の情報である。ハッシュ値は、コンテンツを表す識別情報としてのＵＲＬからハッシュ生成部１０２によって生成された値であり、ＳＳＤ１５にキャッシュデータとして格納されているコンテンツを表す。ゾーンの識別番号は、コンテンツがキャッシュデータとして格納されているゾーンを表す。ゾーンの先頭位置からのオフセットは、コンテンツがキャッシュデータとして格納されている範囲の先頭位置を表す。サイズは、コンテンツがキャッシュデータとして格納されている範囲のサイズを表し、コンテンツのサイズに対応する。なお、本図に示されている例では、ゾーンの先頭位置からのオフセットおよびサイズは、バイトの単位で表現されている。ゾーンの先頭位置からのオフセットおよびサイズを表す単位はこれに限定されない。また、ゾーンの先頭位置からのオフセットとして、論理アドレス値が使用されてもよい。以降、キャッシュ管理情報１０３に記録された１つのコンテンツにかかる情報（つまりゾーンの識別番号、ゾーンの先頭位置からのオフセット、およびサイズのセット）を、エントリ、と表記する。

図８に説明を戻す。
データ取得部１０４は、オリジンサーバ２からコンテンツを取得する。

キャッシュ読み書き部１０５は、データ取得部１０４によってオリジンサーバ２から取得されたコンテンツをキャッシュデータとしてＳＳＤ１５にライトしたり、キャッシュデータとしてＳＳＤ１５に格納されているコンテンツをＳＳＤ１５からリードしたりする。

コンテンツのライトが可能なゾーンの数は、設計者が任意に設定できる。コンテンツのライトが可能なゾーンを、ライト可能ゾーン（writable zone）と表記する。第１の実施形態では、一例として、図１０に示されるように、ライト可能ゾーンが１つだけ設定され、キャッシュ読み書き部１０５は、ライト可能ゾーンにコンテンツをライトする。ライト可能ゾーンに空き領域が無くなった場合、別のゾーンが新たなライト可能ゾーンとして設定される。

ゾーン制御部１０６は、ゾーンの生成を制御する。ゾーン制御部１０６は、生成されたゾーンを、ゾーン管理情報１０７を用いて管理する。また、ゾーン制御部１０６は、ゾーンの削除を制御する。

図１１は、第１の実施形態のゾーン管理情報１０７のデータ構造の一例を示す模式的な図である。ゾーン管理情報１０７は、各ゾーンへのアクセスに関する情報である。本図に示される例では、アクセスに関する情報は、ゾーン生成時刻、アクセス回数、最終アクセス時刻、およびライト可能位置である。ゾーン生成時刻は、ゾーンが生成された時刻を表す。アクセス回数は、ゾーンが生成されてから当該ゾーンにアクセスされた回数を表す。なお、図１１の説明において、アクセスは、リードのみをいうこととする。アクセスは、ライトおよびリードの両方であってもよい。最終アクセス時刻は、最後にアクセスされた時刻を表す。ライト可能位置は、ゾーンの先頭位置からのオフセットとして表現されている。ライト可能位置は、論理アドレス値によって表現されてもよい。

記憶領域２００のサイズは有限である。よって、記憶領域２００に生成できるゾーンの数は有限である。ゾーン制御部１０６は、所定の条件が成立した場合、削除対象のゾーンを、ゾーン管理情報１０７に基づいて決定し、削除対象のゾーンとして決定されたゾーンの削除の制御を行う。

ゾーン制御部１０６は、図１１に示されたゾーン管理情報１０７に基づき、所定のポリシーに従って、削除対象のゾーンを選択する。削除対象のゾーンを選択するためのポリシーとしては、種々のポリシーが採用され得る。以下に、削除対象のゾーンを選択するためのポリシーの例を述べる。

（ポリシー１）
現存するゾーンのうちのゾーン生成時刻が最も古いゾーンを削除対象として選択する。
（ポリシー２）
現存するゾーンのうちのアクセス回数が最も少ないゾーンを削除対象として選択する。
（ポリシー３）
現存するゾーンのうちの最後にアクセスされてからの経過時間が最も長いゾーンを削除対象として選択する。

なお、ゾーン管理情報１０７に種々の情報を追加することによって、ポリシー１～ポリシー３以外のポリシーが採用可能である。

図１２は、第１の実施形態のゾーン管理情報１０７に追加される情報の一例を示す模式的な図である。本図に示される情報１０８は、アクセス回数が６回に分けて記録されるリングバッファの構成を有する。ゾーン制御部１０６は、情報１０８をゾーン毎に設ける。ゾーン制御部１０６は、情報１０８のうちのアクセス回数の記録先を、「値１」フィールドから「値６」フィールドに向かって５分毎に順次切り替えて、「値６」フィールドの次は「値１」フィールドに記録先を切り替える。記録先の切り替え時には、ゾーン制御部１０６は、新しい記録先のフィールドの内容をゼロで初期化する。記録先のフィールドは、例えばポインタ１０９によって管理される。なお、本図に示される例では、ポインタ１０９は「値５」フィールドを指している。ゾーン制御部１０６は、「値１」フィールドから「値６」フィールドまでの内容を合計することによって、間近の３０分の期間のアクセス回数を、５分の精度でカウントすることができる。なお、記録先の切り替えのための時間は５分に限定されない。また、情報１０８が有する記録先のフィールドの数は６個に限定されない。設計者は、記録先の切り替えのための時間および情報１０８が有する記録先のフィールドの数を任意に設定することができる。

ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７に図１２に示された情報１０８が追加された場合、下記のポリシー４に従って削除対象のゾーンを決定することが可能である。

（ポリシー４）
間近の所定期間のアクセス回数が最も少ないゾーンを削除対象として選択する。

ゾーンを削除する契機とされる条件は、設計者によって任意に設定され得る。第１の実施形態では、記憶領域２００内のキャッシュデータの総量が所定のしきい値を超えることを、ゾーンを削除する契機として設定されていることとする。なお、ゾーンを削除する契機とされる条件は、第１条件の一例である。

なお、ゾーンの削除の処理は、ゾーン内の全てのキャッシュデータの削除の処理を伴う。ゾーンの削除の際には、削除対象のゾーンに格納されている一部のキャッシュデータが救済（save）されてもよい。即ち、キャッシュ読み書き部１０５は、削除対象のゾーンに格納されている一部のキャッシュデータを、削除対象のゾーンの削除の前に別のゾーンにコピーすることによって、当該一部のキャッシュデータがＳＳＤ１５から失われることを防止してもよい。

救済対象のキャッシュデータを選択するためのポリシーとしては、種々のポリシーが採用され得る。以下に、救済対象のキャッシュデータを選択するためのポリシーの例を述べる。

（ポリシー５）
キャッシュ読み書き部１０５は、キャッシュデータ毎にリードの回数を記録する。リードの回数が所定の条件を満たした場合、キャッシュ読み書き部１０５は、リードの回数が当該所定の条件を満たしたキャッシュデータを救済対象として選択する。リードの回数に関する当該所定の条件は、例えば、リードの回数が固定されたしきい値を超えることである。別の例では、リードの回数の関する当該所定の条件は、リードの回数の削除対象のゾーン内での順位が上位所定割合以内にあることである。さらに別の例では、リードの回数に関する当該所定の条件は、リードの回数が全ゾーン内での順位が上位所定割合以内にあることである。

（ポリシー６）
キャッシュ読み書き部１０５は、キャッシュデータ毎に間近の所定期間のリードの回数を管理する。間近の所定期間のリードの回数が所定の条件を満たした場合、キャッシュ読み書き部１０５は、間近の所定期間のリードの回数が所定の条件を満たしたキャッシュデータを救済対象として選択する。間近の所定期間のリードの回数に関する当該所定の条件は、例えば、間近の所定期間のリードの回数が固定されたしきい値を超えることである。別の例では、間近の所定期間のリードの回数の関する当該所定の条件は、間近の所定期間のリードの回数の削除対象のゾーン内での順位が上位所定割合以内にあることである。さらに別の例では、間近の所定期間のリードの回数の関する当該所定の条件は、間近の所定期間のリードの回数が全ゾーン内での順位が上位所定割合以内にあることである。

なお、キャッシュ読み書き部１０５は、例えば図１２に示された情報１０８と同様の情報を用いてキャッシュデータ毎のリードの回数を管理することによって、間近の所定期間のリードの回数を得ることができる。

続いて、第１の実施形態のキャッシュサーバ１の動作を説明する。

図１３は、第１の実施形態のキャッシュサーバ１の端末５からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。

キャッシュサーバ１が端末５からコンテンツの要求を受信すると（Ｓ１０１）、その要求をキャッシュデータ制御部１０１が受信する。すると、ハッシュ生成部１０２は、受信されたコンテンツの要求に含まれるＵＲＬをハッシュ化する（Ｓ１０２）。

キャッシュ読み書き部１０５は、ハッシュ生成部１０２によって生成されたハッシュ値を検索キーとして用いてキャッシュ管理情報１０３を検索することによって、要求されたコンテンツに対応するエントリがキャッシュ管理情報１０３に存在するか否かを判定する（Ｓ１０３）。

要求されたコンテンツがＳＳＤ１５内にキャッシュデータとして格納されている場合、要求されたコンテンツに対応するエントリがキャッシュ管理情報１０３に存在する。よって、Ｓ１０３において実行される処理は、要求されたコンテンツがＳＳＤ１５内にキャッシュデータとして格納されているか否かの判定の処理に相当する。

要求されたコンテンツに対応するエントリがキャッシュ管理情報１０３に存在する場合（Ｓ１０３：Ｙｅｓ）、即ち判定結果がキャッシュヒットである場合、キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤ１５を制御することによって、キャッシュデータとしてＳＳＤ１５に格納されている要求されたコンテンツをリードする（Ｓ１０４）。

Ｓ１０４では、キャッシュ読み書き部１０５は、要求されたコンテンツが格納されている範囲の先頭の位置を表す論理アドレス値を、Ｓ１０３における検索によって得られたエントリに含まれるオフセットに基づいて取得する。また、キャッシュ読み書き部１０５は、当該エントリから、サイズを取得する。キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を呼び出して、ＳＳＤデバイスドライバ１１３を介してＳＳＤ１５にリードコマンドを送信する。キャッシュ読み書き部１０５は、リードコマンドを送信する際に、リード対象の位置として、要求されたコンテンツが格納されているゾーンの識別情報と、要求されたコンテンツが格納されている範囲の先頭の位置を表す論理アドレス値と、を指定する。そして、キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤ１５から、上記エントリから取得したサイズに相当する範囲のデータを取得する。

Ｓ１０４に続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、キャッシュデータを正常にリードできたか否かを判定する（Ｓ１０５）。キャッシュデータを正常にリードできた場合（Ｓ１０５：Ｙｅｓ）、キャッシュデータ制御部１０１は、ネットワークインタフェースドライバ１１４の機能を呼び出して使用することによって、キャッシュデータを端末５に応答する（Ｓ１０６）。ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７を更新する（Ｓ１０７）。ゾーン制御部１０６は、Ｓ１０７では、ゾーン管理情報１０７に記録されたアクセス回数をインクリメントし、ゾーン管理情報１０７に記録された最終アクセス時刻を更新する。Ｓ１０７の後、端末５からのコンテンツの要求に応じた動作が終了する。

何らかの原因によってキャッシュデータを正常にリードできなかった場合（Ｓ１０５：Ｎｏ）、キャッシュ読み書き部１０５は、Ｓ１０３における検索によって得られたエントリをキャッシュ管理情報１０３から削除する（Ｓ１０８）。

要求されたコンテンツに対応するエントリがキャッシュ管理情報１０３に存在しない場合（Ｓ１０３：Ｎｏ）、即ち判定結果がキャッシュミスである場合、またはＳ１０８の後、データ取得部１０４は、端末５から要求されたコンテンツをオリジンサーバ２から取得する（Ｓ１０９）。Ｓ１０９では、データ取得部１０４は、ネットワークインタフェースドライバ１１４の機能を呼び出して使用する。

続いて、キャッシュデータ制御部１０１は、ネットワークインタフェースドライバ１１４の機能を呼び出して使用することによって、データ取得部１０４によって取得されたコンテンツを端末５に応答する（Ｓ１１０）。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、ライト可能ゾーンが存在するか否かを判定する（Ｓ１１１）。ライト可能ゾーンがない場合（Ｓ１１１：Ｎｏ）、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤ１５を制御することによって新規のゾーンを生成し、生成されたゾーンをライト可能ゾーンとして設定する（Ｓ１１２）。Ｓ１１２では、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を呼び出して用いることによって、ＳＳＤ１５にゾーン生成コマンドを送信する。ＳＳＤ１５のコントローラ２１は、ゾーン生成コマンドを受信すると、物理アドレス空間３００内に新規のゾーンをアサインする。

Ｓ１１２に続いて、ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７を更新する（Ｓ１１３）。Ｓ１１３では、ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７に、新規のゾーンに関するゾーン生成時刻を記録し、新規のゾーンに関するライト可能位置として新規のゾーンの先頭位置を示す論理アドレス値を記録する。

ライト可能ゾーンが存在する場合（Ｓ１１１：Ｙｅｓ）、またはＳ１１３の後、キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤ１５を制御することによって、Ｓ１０９によって取得されたコンテンツをライト可能ゾーンにキャッシュデータとしてライトする（Ｓ１１４）。

Ｓ１１４では、キャッシュ読み書き部１０５は、ゾーン管理情報１０７からライト可能ゾーンにかかるライト可能位置を取得し、ライト可能位置に対応する論理アドレス値を取得する。そして、キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を呼び出して、ＳＳＤデバイスドライバ１１３を介してＳＳＤ１５にライトコマンドを送信する。キャッシュ読み書き部１０５は、ライトコマンドを送信する際、ライト可能位置に対応する論理アドレス値と、Ｓ１０９によって取得されたコンテンツと、をＳＳＤ１５に送信する。

Ｓ１１４に続いて、ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７を更新する（Ｓ１１５）。Ｓ１１５では、ゾーン制御部１０６は、ライト可能ゾーンに関するライト可能位置を、コンテンツがライトされた範囲に後続する位置を、新たなライト可能位置として設定する。

Ｓ１１５に続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、コンテンツを正常にライトできたか否かを判定する（Ｓ１１６）。何らかの理由、例えばコンテンツがライト可能ゾーンの空き領域に収まらなかったなど、によってコンテンツを正常にライトできなかった場合（Ｓ１１６：Ｎｏ）、制御がＳ１１２に移行する。

コンテンツを正常にライトできた場合（Ｓ１１６：Ｙｅｓ）、キャッシュ読み書き部１０５は、ライトされたコンテンツに対応するエントリをキャッシュ管理情報１０３に追加する（Ｓ１１７）。そして、端末５からのコンテンツの要求に応じた動作が終了する。

図１４は、第１の実施形態のゾーンを削除する動作の一例を示すフローチャートである。

ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量をモニタリングしている。そして、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量を所定のしきい値と比較し、ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達したか否かを判定する（Ｓ２０１）。

なお、Ｓ２０１の判定において使用されるしきい値は、０より大きく、かつＳＳＤ１５に格納できるコンテンツの最大量（即ち表記容量）よりも小さい。例えば、しきい値は、ＳＳＤ１５の表記容量の８０％の容量が、しきい値として設計者によって設定され得る。なお、しきい値の設定方法はこれに限定されない。

ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達していない場合（Ｓ２０１：Ｎｏ）、ゾーン制御部１０６は、Ｓ２０１の処理を再び実行する。ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達した場合（Ｓ２０１：Ｙｅｓ）、ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７に基づいて、削除対象のゾーンを選択する（Ｓ２０２）。削除対象のゾーンの決定のためのポリシーとしては、例えば、前述されたポリシー１～ポリシー４の何れかが採用され得る。削除対象のゾーンの決定のためのポリシーはポリシー１～ポリシー４以外のポリシーであってもよい。ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７に基づいて削除対象のゾーンを選択することができる。

Ｓ２０２に続いて、ゾーン制御部１０６は、救済対象のキャッシュデータを選択する（Ｓ２０３）。救済対象のキャッシュデータの選択のポリシーとしては、例えば、前述されたポリシー５またはポリシー６が採用され得る。救済対象のキャッシュデータを選択するためのポリシーは、ポリシー５およびポリシー６の何れとも異なるポリシーであってもよい。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、救済対象のキャッシュデータを、削除対象のゾーンからライト可能ゾーンにコピーする（Ｓ２０４）。つまり、キャッシュ読み書き部１０５は、ＳＳＤ１５を制御することによって、救済対象のキャッシュデータをリードし、リードされた救済対象のキャッシュデータをライト可能ゾーンにライトする。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、キャッシュ管理情報１０３に記録された救済対象のキャッシュデータに対応するエントリを更新する（Ｓ２０５）。つまり、キャッシュ読み書き部１０５は、救済対象のキャッシュデータに対応するエントリに含まれるゾーンの識別情報を、削除対象のゾーンの識別情報からライト可能ゾーンの識別情報に変更する。

Ｓ２０５に続いて、ゾーン制御部１０６は、ゾーン管理情報１０７を更新する（Ｓ２０６）。Ｓ２０６では、ゾーン制御部１０６は、ライト可能ゾーンに関するライト可能位置を、救済対象のキャッシュデータのライトの後の状態を反映した位置に変更する。

そして、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤ１５を制御することによって、削除対象のゾーンを削除する（Ｓ２０７）。具体的には、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を呼び出して、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を用いることによって、削除対象のゾーンに格納された全データをイレースするコマンドをＳＳＤ１５に送信する。さらに、ゾーン制御部１０６は、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を用いることによって、ゾーン削除コマンドをＳＳＤ１５に送信する。ＳＳＤ１５では、コントローラ２１は、削除対象のゾーンに格納された全データをイレースするコマンドを実行し、その後にゾーン削除コマンドを受信する。コントローラ２１は、ゾーン削除コマンドを受信すると、該当のゾーンのアサインを解除する。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５は、削除されたゾーン内のキャッシュデータに対応するキャッシュ管理情報１０３のエントリを削除する（Ｓ２０８）。ゾーン制御部１０６は、削除されたゾーンの情報をゾーン管理情報１０７から削除する（Ｓ２０９）。そして、ゾーンを削除する動作が終了する。

なお、Ｓ２０３～Ｓ２０６の処理の実行はオプショナルである。キャッシュサーバ１は、Ｓ２０３～Ｓ２０６の処理を必ずしも実行しなくてもよい。

以上述べたように、第１の実施形態によれば、ＺＮＳ ＳＳＤであるＳＳＤ１５を、配信サーバであるオリジンサーバ２から配信されたコンテンツをキャッシュデータとして格納するためのストレージ装置として使用される。具体的には、プロセッサであるＣＰＵ１１は、ＳＳＤ１５を制御することによって、記憶領域２００内に、１以上のコンテンツを格納するための複数のゾーンを生成する。ＣＰＵ１１は、端末５からのコンテンツの要求を受信する。端末５から要求されたコンテンツが何れかのゾーンに格納されている場合、ＣＰＵ１１は、ＳＳＤ１５を制御することによって当該コンテンツをＳＳＤ１５からリードして、リードされた当該コンテンツを端末５に応答する。端末５から要求されたコンテンツが何れのゾーンにも格納されていない場合、端末５から要求されたコンテンツをオリジンサーバ２から取得して、取得されたコンテンツを端末５に応答する。また、ＣＰＵ１１は、ＳＳＤ１５を制御することによって、取得されたコンテンツを複数のゾーンのうちのライト可能ゾーン内の空き領域にライトする。ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達した場合、ＣＰＵ１１は、複数のゾーンから１つの削除対象のゾーンを選択して、削除対象のゾーン内の全てのコンテンツをまとめて削除する。

ＺＮＳ ＳＳＤは、比較例にかかるＳＳＤに比べ、ストレージ容量が大きい。第１の実施形態によれば、ＺＮＳ ＳＳＤがオリジンサーバ２から配信されたコンテンツをキャッシュするためのストレージ装置として活用される。よって、比較例にかかるＳＳＤがコンテンツをキャッシュするためのストレージ装置として採用される場合に比べて、簡単に、安価でストレージ容量が多いキャッシュサーバを実現することができる。

なお、各ゾーンには、論理アドレスの点でシーケンシャルにコンテンツがライトされる。即ち、ＣＰＵ１１は、ライト可能ゾーンに１以上のコンテンツが既に格納されている場合、ライト可能ゾーンに最後にコンテンツがライトされた領域に後続する位置を、新たに取得されたコンテンツのライト先として指定して、ＳＳＤ１５に、当該新たに取得されたコンテンツのライトを実行させる。

これによって、各ゾーンに対し、論理アドレスの点でシーケンシャルなライトが実現する。

なお、前述されたように、ライト可能位置は、セクタ、クラスタ、またはページなど所定の単位領域の境界でアラインされてもよい。ライト可能位置が所定の単位領域の境界でアラインされることにより、１つのゾーンにおいて、或るコンテンツがライトされた領域と、次のコンテンツがライトされた領域と、の間に若干の間隙が生じてもよい。

また、第１の実施形態によれば、ＣＰＵ１１は、各ゾーンへのアクセスに関する情報であるゾーン管理情報１０７を管理する。そして、ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達した場合、ＣＰＵ１１は、ゾーン管理情報１０７に基づいて削除対象のゾーンを選択する。

また、第１の実施形態によれば、ＣＰＵ１１は、削除対象のゾーン内のコンテンツの一部を救済することが可能に構成され得る。具体的には、ＳＳＤ１５内のキャッシュデータの総量がしきい値に到達した場合、ＣＰＵ１１は、ＳＳＤ１５を制御することによって、削除対象のゾーン内の救済対象のコンテンツをリードして、リードされた救済対象のコンテンツをライト可能ゾーンにライトしてもよい。その後、ＣＰＵ１１は、削除対象のゾーン内の全てのコンテンツをまとめて削除する。

（第２の実施形態）
第２の実施形態では、ストレージ装置としてのＳＳＤは、複数のゾーンがライト可能ゾーンとして設定され得る。例えば、ＳＳＤは、最大でＭ（ただしＭは３以上の整数）個のゾーンを有し得る場合、Ｎ（ただしＮは２以上Ｍ以下の整数）個のゾーンをライト可能ゾーンとして設定され得る。なお、それぞれはライト可能ゾーンが１つだけ設定される複数のＳＳＤ１５によってストレージ装置が構成される場合であっても第２の実施形態の適用が可能である。

以下に、第２の実施形態のキャッシュサーバについて説明する。第２の実施形態のキャッシュサーバに符号１ａを付す。第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａが備える要素で第１の実施形態と同じ要素には、第１の実施形態と同じ名称および符号を付す。第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａが備える要素で第１の実施形態と同じ要素については、簡略的に説明するか、説明を省略する。

図１５は、第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａのハードウェア構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュサーバ１ａは、ＣＰＵ１１、メインメモリ１２、ＮＩＣ１３、チップセット１４、およびＳＳＤ１５ａ備える。ＳＳＤ１５ａは、第２の実施形態のストレージ装置の一例である。ＳＳＤ１５ａは、ＺＮＳ ＳＳＤである。ＳＳＤ１５ａは、複数のゾーンを同時にライト可能ゾーンとして設定可能に構成されている点を除き、第１の実施形態のＳＳＤ１５と同様の構成を備える。

キャッシュサーバ１ａでは、第１の実施形態と同様に、ＣＰＵ１１は、ＣＤＮキャッシュソフトウェア１００と、オペレーティングシステムプログラム１１０と、を実行する。ＣＰＵ１１は、ＣＤＮキャッシュソフトウェア１００を実行することによって、キャッシュデータ制御部１０１ａとしての機能を実現する。

図１６は、第２の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１ａのより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュデータ制御部１０１ａは、ハッシュ生成部１０２、キャッシュ管理情報１０３、データ取得部１０４、キャッシュ読み書き部１０５ａ、ゾーン制御部１０６ａ、およびゾーン管理情報１０７を備える。つまり、キャッシュデータ制御部１０１ａの機能構成は、キャッシュ読み書き部１０５に替えてキャッシュ読み書き部１０５ａを、ゾーン制御部１０６に替えてゾーン制御部１０６ａを備える点で、第１の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１と異なる。

ゾーン制御部１０６ａは、複数のゾーンをライト可能ゾーンとして設定する。ライト可能ゾーンの数は固定されていてもよいし、適宜変更されてもよい。また、ゾーン制御部１０６ａは、第１の実施形態のゾーン制御部１０６と同様の方法で、ゾーンの生成、ゾーンの削除、およびゾーン管理情報１０７の管理を実行する。

キャッシュ読み書き部１０５ａは、データ取得部１０４によってオリジンサーバ２から取得されたコンテンツをキャッシュデータとしてＳＳＤ１５にライトしたり、キャッシュデータとしてＳＳＤ１５に格納されているコンテンツをＳＳＤ１５からリードしたりする。

キャッシュ読み書き部１０５ａは、データ取得部１０４によってオリジンサーバ２から取得されたコンテンツの、ライト先のゾーンを、当該コンテンツの特性（feature）に基づいて選択する。例えば図１７に示されるように、Ｎ個のライト可能ゾーンのうちのＮ－１個のライト可能ゾーンのそれぞれには、それぞれ異なる特性が対応付けられている。オリジンサーバ２から取得されたコンテンツの特性がＮ－１個のライト可能ゾーンの１つに対応付けられた特性に該当する場合、キャッシュ読み書き部１０５は、当該ゾーンに当該コンテンツをライトする。オリジンサーバ２から取得されたコンテンツの特性がＮ－１個のライト可能ゾーンに対応付けられた何れの特性にも該当しない場合には、Ｎ個のライト可能ゾーンのうちの残りの１つのゾーンに当該コンテンツをライトする。

特性の定義方法は、特定の方法に限定されない。以下に、特性の定義方法の例を説明する。

例えば、複数のコンテンツ間の関係性に基づいて特性を定義する方法が採用可能である。１つのタイトル（例えば映画のタイトル）の動画が複数のチャンクデータ（即ち複数のコンテンツ）に分割されている場合、当該複数のコンテンツは同じ特性を有すると見なされる。構成する動画のタイトルが異なる２つのコンテンツは、それぞれ異なる特性を有すると見なされる。つまり、コンテンツが動画である場合、当該動画のタイトルが特性として扱われる。構成する動画のタイトルが同じであるが解像度が異なる２つのコンテンツは、同じ特性を有すると見なされてもよいし、それぞれ異なる特性を有すると見なされてもよい。構成する動画のタイトルが同じであるが動画アルゴリズムが異なる２つのコンテンツは、同じ特性を有すると見なされてもよいし、それぞれ異なる特性を有すると見なされてもよい。

図１８は、複数のコンテンツ間の関係性に基づいて特性を定義する第２の実施形態の定義方法の一例を説明するための模式的な図である。本図に示される例では、記憶領域２００ａには、ライト可能ゾーンとして２８個のゾーン＃０～ゾーン＃２７がアサインされている。各ゾーンには固有のパスが与えられている。例えば、ゾーン＃０には「/dev/sdz00」というパスが与えられている。キャッシュへのアクセスを簡単にするために、ディレクトリ構成４００が生成される。ディレクトリ構成４００は、例えばゾーン制御部１０６ａによって生成され、管理される。ディレクトリ構成４００の最上位のディレクトリには、「cache」という名称が与えられている。ディレクトリ「cache」の下には「movie」という名称のディレクトリが用意されている。ディレクトリ「movie」の下には、それぞれは映画のタイトルが与えられた２７個のディレクトリが用意されている。「title1」、「title2」などは、映画のタイトルである。映画のタイトルが与えられた２７個のディレクトリのそれぞれには、２７個のゾーン＃０～ゾーン＃２７のいずれか１つがマウントされている。

つまり、図１８に示される例によれば、２７タイトルの映画のそれぞれが、固有の特性として見なされる。キャッシュ読み書き部１０５ａは、２７タイトルの映画のうちの１つの映画を構成するコンテンツをオリジンサーバ２から取得した場合、ＳＳＤ１５ａを制御することによって当該コンテンツを当該映画のタイトルに対応するゾーンにライトする。

特性の定義方法の別の例としては、動画、静止画、その他、などのコンテンツのタイプによって特性の分類を行う方法が採用可能である。即ち、ゾーン制御部１０６ａは、コンテンツのタイプ毎にライト可能ゾーンを対応付け、キャッシュ読み書き部１０５ａは、オリジンサーバ２から取得したコンテンツのタイプに基づいてライト先のゾーンを選択する。コンテンツのタイプの判定方法は特定の方法に限定されない。例えば、キャッシュ読み書き部１０５ａは、ＨＴＴＰ（HyperText Transfer Protocol）ヘッダに含まれる「Content Type」として記録された情報を参照することによって、コンテンツのタイプを判定することが可能である。

特性の定義方法のさらに別の例としては、コンテンツのサイズを特性と見なす方法が採用可能である。即ち、ゾーン制御部１０６ａは、複数のライト可能ゾーンのそれぞれに異なるサイズを対応付ける。キャッシュ読み書き部１０５ａは、オリジンサーバ２から取得されたコンテンツのサイズに基づいてライト先のゾーンを選択する。

特性の定義方法のさらに別の例としては、コンテンツの配信元のオリジンサーバ２を特性と見なす方法が採用可能である。例えば、ゾーン制御部１０６ａは、２つのライト可能ゾーンを設ける。そして、ゾーン制御部１０６ａは、２つのライト可能ゾーンのうちの一にはオリジンサーバ２－１を対応付け、２つのライト可能ゾーンのうちの他にはオリジンサーバ２－２を対応付ける。キャッシュ読み書き部１０５ａは、コンテンツの取得元のオリジンサーバ２がオリジンサーバ２－１であるかオリジンサーバ２－２であるかに基づいて当該コンテンツのライト先のゾーンを選択する。

続いて、第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａの動作を説明する。

図１９は、第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａの端末５からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。

キャッシュサーバ１ａは、Ｓ１０１～Ｓ１１０において、第１の実施形態と同様の動作を実行する。Ｓ１１０においてキャッシュデータ制御部１０１ａがコンテンツを端末５に応答した後、キャッシュ読み書き部１０５ａは、当該コンテンツの特性を判定する（Ｓ３０１）。そして、キャッシュ読み書き部１０５ａは、判定された特性に基づいて、複数のライト可能ゾーンのうちから１つのライト可能ゾーンをライト先のゾーンとして選択する（Ｓ３０２）。そして、Ｓ１１４に制御が移行して、キャッシュ読み書き部１０５ａは、オリジンサーバ２から取得したコンテンツを、選択されたライト可能ゾーンにライトする。以降、キャッシュサーバ１ａは、Ｓ１１５～Ｓ１１７において、第１の実施形態と同様の動作を実行する。

なお、例えばコンテンツがライト可能ゾーンの空き領域に収まらなかったなど、によってコンテンツを正常にライトできなかった場合（Ｓ１１６：Ｎｏ）、ゾーン制御部１０６ａは、ゾーン生成コマンドを用いて新規のゾーンの生成を行い、生成されたゾーンに選択されたゾーンと同じ特性（つまりＳ３０１で判定された特性）を対応付け、生成されたゾーンをライト先のゾーンとして選択する（Ｓ３０３）。そして、ゾーン制御部１０６ａは、ゾーン管理情報１０７に対し、ゾーンの生成に応じた更新を実行する（Ｓ１１３）。そして、制御がＳ１１４に移行する。

このように、第２の実施形態によれば、ＣＰＵ１１は、オリジンサーバ２から取得された特性に基づいて複数のゾーンからライト先のゾーンを選択する。

第２の実施形態のゾーンの削除方法は、図１４を用いて説明された第１の実施形態の方法と同様の方法が採用され得る。削除対象のゾーンを選択するためのポリシーとしては、ポリシー１～ポリシー４、またはその他のポリシーが採用可能である。救済対象のキャッシュデータを選択するためのポリシーとしては、ポリシー５、ポリシー６、またはその他のポリシーが採用可能である。なお、第２の実施形態においても、削除対象のゾーン内のキャッシュデータを救済する処理はオプショナルである。

キャッシュサーバは、要求される頻度が高いコンテンツを多くキャッシュするほど、高いキャッシュ効果を得ることができる。キャッシュサーバは、不要になったコンテンツ、換言すると端末から要求されなくなったコンテンツ、をキャッシュしていても、当該コンテンツをキャッシュすることによるキャッシュ効果を得ることができない。

ＺＮＳ ＳＳＤでは、１つのゾーンに格納された全てのコンテンツは、まとめてイレースされる。不要になるタイミングが揃った複数のコンテンツを１つのゾーンにまとめて格納すると、キャッシュ効果が高めることができる可能性がある。例えば、削除対象のゾーンを選択するためのポリシーとしてポリシー２～ポリシー４の何れかが採用された場合、不要になった複数のコンテンツをまとめてイレースできる。これによって、キャッシュサーバは、要求される頻度が高いコンテンツを多くキャッシュすることができ、これによって高いキャッシュ効果を得ることができる。

第２に実施形態では、コンテンツは、当該コンテンツの特性に応じたゾーンに格納された。特性が同じ複数のコンテンツは、ほぼ同じタイミングで不要になり得る。例えば、或るタイトルの映画を構成する複数のコンテンツは、当該タイトルの映画の人気が落ちれば、要求される頻度がほぼ同じタイミングで低くなる。よって、第２に実施形態によれば、特に、削除対象のゾーンを選択するためのポリシーとしてポリシー２～ポリシー４の何れかが採用された場合、高いキャッシュ効果が得られる。なお、削除対象のゾーンを選択するためのポリシーとしてポリシー２～ポリシー４以外のポリシーが採用された場合であっても、キャッシュ効果が高くなる可能性がある。

（第３の実施形態）
第３の実施形態では、コンテンツが不要となる時刻が推定され、推定された時刻に応じて当該コンテンツのライト先のゾーンが選択される。以降、コンテンツが不要となる時刻を、当該コンテンツをキャッシュすることによって得られるキャッシュ効果が消失する時刻という意味で、効果消失時刻、と表記する。また、キャッシュした時刻から効果消失時刻までの時間長さを、効果持続期間、と表記する。

第３の実施形態のキャッシュサーバに符号１ｂを付す。第３の実施形態のキャッシュサーバ１ｂが備える要素で第２の実施形態と同じ要素には、第２の実施形態と同じ名称および符号を付す。第３の実施形態のキャッシュサーバ１ｂが備える要素で第２の実施形態と同じ要素については、簡略的に説明するか、または説明を省略する。

キャッシュサーバ１ｂは、第２の実施形態のキャッシュサーバ１ａと同じハードウェア構成を有する。また、キャッシュサーバ１ｂでは、第２の実施形態と同様に、ＣＰＵ１１は、ＣＤＮキャッシュソフトウェア１００と、オペレーティングシステムプログラム１１０と、を実行する。ＣＰＵ１１は、ＣＤＮキャッシュソフトウェア１００を実行することによって、キャッシュデータ制御部１０１ｂとしての機能を実現する。

図２０は、第３の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１ｂのより詳細な機能構成の一例を示す模式的な図である。キャッシュデータ制御部１０１ｂは、ハッシュ生成部１０２、キャッシュ管理情報１０３、データ取得部１０４、キャッシュ読み書き部１０５ｂ、ゾーン制御部１０６ｂ、およびゾーン管理情報１０７を備える。つまり、キャッシュデータ制御部１０１ｂの機能構成は、キャッシュ読み書き部１０５ａに替えてキャッシュ読み書き部１０５ｂを、ゾーン制御部１０６ａに替えてゾーン制御部１０６ｂを備える点で、第２の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１ａと異なる。

ゾーン制御部１０６ｂは、複数のゾーンを生成し、生成された複数のゾーンのそれぞれに、それぞれ異なる時刻を対応付ける。ゾーン制御部１０６ｂは、当該複数のゾーンをライト可能ゾーンとして管理する。ゾーン制御部１０６ｂは、ゾーンに対応付けられた時刻が到来すると、そのゾーンを初期化、即ち当該ゾーン内の全てのコンテンツのイレース、を実行し、当該ゾーンに、既に他のゾーンに対応付けられたいずれの時刻よりも新しい時刻を対応付ける。

キャッシュ読み書き部１０５ｂは、オリジンサーバ２からコンテンツを取得した場合、当該コンテンツにかかる効果持続期間を推定する。

効果持続期間の推定方法は、特定の方法に限定されない。以下に、効果持続期間の推定方法の例をいくつか説明する。

一例では、コンテンツの要求の間隔に基づいて当該コンテンツにかかる効果持続期間を推定する方法が採用可能である。１つのコンテンツの要求の頻度は、例えば図２１のグラフに示されるように、時間経過とともに減衰すると考えられる。よって、コンテンツの要求の頻度に対して当該コンテンツが不要であるか否かの判断のためのしきい値が設定され、当該コンテンツの要求の頻度が当該しきい値を下回るまでの時間長さを、図２１に示された関係に基づいて計算することによって、効果持続期間の推定値を得ることが可能である。

コンテンツの要求の頻度は、コンテンツの要求の間隔の逆数に相当すると考えられる。よって、図２１に示された関係に従えば、コンテンツの要求の間隔と効果持続期間との関係として、図２２のグラフに示される関係を得ることができる。キャッシュ読み書き部１０５ｂは、対象のコンテンツ（即ち効果持続期間の推定の対象のコンテンツ）の要求の間隔を測定する。そして、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、対象のコンテンツの要求の間隔の測定値と、図２２に示されるような、コンテンツの要求の間隔と効果持続期間との関係を表す予め設定された情報と、に基づいて対象のコンテンツにかかる効果持続期間の推定値を取得する。

別の例では、コンテンツの配信元を表すＷｅｂページを表すＨＴＴＰファイルのＨＴＴＰヘッダに含まれる「cache-control」の「max-age」として記録された数値情報に基づいて効果持続期間を推定する方法が採用され得る。キャッシュ読み書き部１０５ｂは、ＨＴＴＰヘッダに含まれる「cache-control」の「max-age」として記録された数値情報を効果持続期間として取得してもよい。または、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、当該数値情報に対して所定の演算、例えば０．８を乗じるなど、を実行することによって得られた値を効果持続期間と見なしてもよい。

さらに別の例では、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、オリジンサーバ２の反応速度またはコンテンツの転送速度に基づいて効果持続期間を推定してもよい。

ここでは一例として、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、コンテンツの要求の間隔に基づいて効果持続期間を推定することとする。

キャッシュ読み書き部１０５ｂは、効果保持期間の推定値に基づいて効果消失時刻を推定する。例えば、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、現在時刻に効果保持期間の推定値を加算することによって、効果消失時刻の推定値を取得する。キャッシュ読み書き部１０５は、効果消失時刻の推定値と、各ゾーンに対応付けられた時刻と、に基づいてライト先のゾーンを選択する。

次に、第３の実施形態のキャッシュサーバ１ｂの動作について説明する。

図２３は、第３の実施形態のキャッシュサーバ１ｂの、ゾーンがまだ生成されていない状態のＳＳＤ１５ａにゾーンを生成する動作の一例を示すフローチャートである。

まず、キャッシュデータ制御部１０１ｂは、ＳＳＤ１５ａを制御することによってＳＳＤ１５ａの初期化を実行する（Ｓ４０１）。初期化によって、ＳＳＤ１５の記憶領域２００ｂはいずれのゾーンも設定されていない状態となる。なお、Ｓ４０１の実行はオプショナルである。例えばＳＳＤ１５ａが初期化済みであれば、Ｓ４０１の処理はスキップされ得る。

続いて、ゾーン制御部１０６ｂは、ＳＳＤ１５ａを制御することによって、全期間を単位期間で割って得られる商に等しい個数のゾーンを生成する（Ｓ４０２）。全期間は、１つのコンテンツをキャッシュデータとして保持し得る最大の時間長さを示す設定時間長さである。単位期間とは、それぞれはゾーンに設定される複数の時刻の間隔を示す設定時間長さである。例えば全期間が「７日」であり、単位期間が「６時間」である場合、ゾーン制御部１０６ｂは、２８個のゾーンを生成する。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５ｂはキャッシュ管理情報１０３を生成し、ゾーン制御部１０６ｂはゾーン管理情報１０７を生成する（Ｓ４０３）。キャッシュ読み書き部１０５ｂは、エントリが記録されていないブランクのキャッシュ管理情報１０３を生成する。ゾーン制御部１０６ｂは、生成された全ゾーンについて、ゾーン生成時刻が記録されたゾーン管理情報１０７を生成する。

続いて、ゾーン制御部１０６ｂは、単位期間の間隔の複数の異なる時刻を表す名称が与えられた複数のディレクトリを生成し、生成された複数のディレクトリのそれぞれにゾーンをマウントする（Ｓ４０４）。そして、ゾーンがまだ生成されていない状態のＳＳＤ１５ａにゾーンを生成する動作が終了する。

なお、ディレクトリにゾーンをマウントするとは、ディレクトリにゾーンを対応付けることである。ディレクトリにゾーンがマウントされた後は、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、当該ディレクトリにアクセスすることによって当該ゾーンにアクセスすることが可能となる。

図２４は、図２３に示された一連の動作によって生成された複数のゾーンと、各ゾーンに対応付けられた時刻と、の具体例を説明するための模式的な図である。本図に示される例では、全期間は「７日」、単位期間は「６時間」であるとしている。よって、ゾーン制御部１０６ｂは、記憶領域２００ｂに、２８個のゾーン＃０～ゾーン＃２７を生成する。各ゾーンには固有のパスが与えられている。例えば、ゾーン＃０には「/dev/sdz00」というパスが与えられている。ゾーン制御部１０６ｂは、ディレクトリ構成４００ｂを生成する。ディレクトリ構成４００ｂの最上位のディレクトリには、「cache」という名称が与えられている。そして、ゾーン制御部１０６ｂは、生成されたゾーンの数と同数、つまり２８個のディレクトリをディレクトリ「cache」の下に生成する。ゾーン制御部１０６ｂは、所定の時刻（例えば図２３に示された一連の動作の実行時の時刻）を基準として６時間間隔の異なる２８個の時刻を算出し、２８個のディレクトリのそれぞれに、２８個の時刻のうちのそれぞれ異なる１つの時刻を表す名称を与える。ゾーン制御部１０６ｂは、時刻を表す名称の一例として「YYYY-MM-DD-hh-mm-ss」の名称を各ディレクトリに与える。ただし、「YYYY」は年、「MM」は月、「DD」は日、「hh」は時、「mm」は分、「ss」は秒を表す。図２４に示される例によれば、２０２０年１０月１日の１８時から２０２０年１０月８日の１２時までの６時間間隔の合計２８個の時刻を示す２８個の名称のそれぞれが、２８個のディレクトリの何れかにユニークに与えられている。そして、時刻を表す名称が与えられた２８個のディレクトリのそれぞれには、２８個のゾーン＃０～ゾーン＃２７のいずれか１つがユニークにマウントされている。

このように、図２４に示される例によれば、複数のゾーンのそれぞれには、それぞれ異なる時刻がディレクトリの名称を介して対応付けられる。なお、複数のゾーンに対して時刻を対応付ける方法はこれに限定されない。

図２５は、第３の実施形態の、時刻に応じたゾーンの管理の動作の一例を示すフローチャートである。

ゾーン制御部１０６ｂは、まず、ＳＳＤ１５ａが有するゾーンのうちの最も古い時刻が対応付けられているゾーンを選択する（Ｓ５０１）。例えば、図２４に示された例によれば、「2020-10-1-18-00-00」という名称が与えられたディレクトリにマウントされたゾーンであるゾーン＃０が選択される。以降、Ｓ５０１の処理によって選択されたゾーンを、対象のゾーンと表記する。

続いて、ゾーン制御部１０６ｂは、対象のゾーンがマウントされたディレクトリの名称が示す時刻が到来したか否かを判定する（Ｓ５０２）。当該時刻がまだ到来していない場合（Ｓ５０２：Ｎｏ）、ゾーン制御部１０６ｂは、Ｓ５０２の処理を再び実行する。

当該時刻が到来した場合（Ｓ５０２：Ｙｅｓ）、ゾーン制御部１０６ｂは、当該ディレクトリから対象のゾーンをアンマウントし、当該ディレクトリを削除する（Ｓ５０３）。そして、ゾーン制御部１０６ｂは、ＳＳＤ１５ａを制御することによって、対象のゾーンを初期化する（Ｓ５０４）。つまり、ゾーン制御部１０６ｂは、対象のゾーンにキャッシュされた全てのコンテンツをイレースするように、ＳＳＤ１５ａにコマンドを送信する。

より具体的には、ゾーン制御部１０６ｂは、ＳＳＤデバイスドライバ１１３の機能を呼び出して、ＳＳＤデバイスドライバ１１３を介してＳＳＤ１５ａにイレースコマンドを送信する。既に述べたように、ＺＮＳ ＳＳＤによれば、データのイレースは、ゾーン単位で実行される。ゾーン制御部１０６ｂは、対象のゾーンを構成する全てのブロックをイレースの対象として指定したイレースコマンドを送信する。

続いて、ゾーン制御部１０６ｂは、最長期間に対応した名称のディレクトリを新たに生成し、初期化後のゾーンを当該ディレクトリにマウントする（Ｓ５０５）。最長期間とは、何れかのゾーンに設定された全ての時刻のうちの最も新しい時刻に単位期間を加算して得られる時刻である。

キャッシュ読み書き部１０５ｂは、初期化前の対象のゾーンに格納されていたキャッシュデータに対応するエントリをキャッシュ管理情報１０３から削除する（Ｓ５０６）。

ゾーン制御部１０６ｂは、ゾーン管理情報１０７を更新する（Ｓ５０７）。つまり、ゾーン制御部１０６ｂは、ゾーン管理情報１０７に含まれる対象のゾーンにかかる情報のうち、ゾーン生成時刻を対象のゾーンの初期化の時刻で更新し、アクセス回数や最終アクセス時刻をリセットする。そして、時刻に応じたゾーンの管理の動作が終了する。

なお、キャッシュデータ制御部１０１ｂは、対象のゾーン内のコンテンツが一括にイレースされる前に、第１の実施形態のキャッシュデータ制御部１０１と同様、対象のゾーン内のコンテンツの救済を実行してもよい。救済対象のコンテンツのコピー先の選択方法は、特定の選択方法に限定されない。

また、図２５に示された一連の動作は、繰り返し実行される。

図２６は、複数のゾーンのそれぞれに対応付けられた時刻の変化の具体例を説明するための模式的な図である。なお、本図は、図２４に示された複数の時刻からの変化を示している。

図２４に示された例に従えば、図２５に示された一連の動作においては、ゾーン＃０が対象のゾーンとして選択される。ゾーン＃０は、「2020-10-1-18-00-00」という名称のディレクトリにマウントされている。つまり、ゾーン＃０には、時刻「２０２０年１０月１日１８時００分００秒」が対応付けられている。ゾーン＃０に対応付けられた時刻「２０２０年１０月１日１８時００分００秒」が到来したとき、ゾーン制御部１０６ｂは、ゾーン＃０をアンマウントし、「2020-10-1-18-00-00」という名称のディレクトリを削除する。そして、ゾーン制御部１０６ｂは、ゾーン＃０を初期化、つまりゾーン＃０内の全コンテンツを一括に削除する。時刻「２０２０年１０月１日１８時００分００秒」が到来した時点においては、２８個のゾーンに対応付けられた時刻のうちの最も新しい時刻は「２０２０年１０月８日１２時００分００秒」である。よって、図２６に示されるように、ゾーン制御部１０６ｂは、「２０２０年１０月８日１２時００分００秒」に単位期間である６時間を加えた「２０２０年１０月８日１８時００分００秒」を表す名称が与えられたディレクトリを新規に生成する。なお、新規のディレクトリの名称が示す時刻「２０２０年１０月８日１８時００分００秒」は、時刻「２０２０年１０月１日１８時００分００秒」が到来した時点からちょうど全期間として設定された「７日」が経過したタイミングにおける時刻と等しい。ゾーン制御部１０６ｂは、「２０２０年１０月８日１８時００分００秒」を表す名称が与えられたディレクトリにゾーン＃０をマウントする。

上記の構成により、記憶領域２００ｂに設けられた複数のゾーンに設定された複数の時刻のうちの最も古い時刻が到来したとき、当該最も古い時刻が対応付けられたゾーン内のコンテンツがイレースされ、その時点から全期間として設定された時間が経過した時刻が当該ゾーンに対応付けられる。この一連の動作が繰り返し実行される。その結果、何れの時点においても、全期間として設定された時間後までの期間をほぼカバーするように、複数の時刻および複数の時刻のそれぞれが対応付けられたゾーンを用意することが可能とされる。

なお、ゾーンに対応付けられた複数の時刻のうちの最も古い時刻が到来することは、第３の実施形態における第１条件の一例である。

図２７は、第３の実施形態のキャッシュサーバ１ｂの端末５からのコンテンツの要求に応じた動作の一例を示すフローチャートである。

キャッシュサーバ１ｂは、Ｓ１０１～Ｓ１１０において、第１の実施形態および第２の実施形態と同様の動作を実行する。Ｓ１１０においてキャッシュデータ制御部１０１ｂがデータ取得部１０４によって取得されたコンテンツを端末５に応答すると、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、当該コンテンツにかかる効果持続期間を推定する（Ｓ６０１）。

図２８は、第３の実施形態のキャッシュ読み書き部１０５ｂによる効果持続期間の推定の動作の一例を示すフローチャートである。

まず、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、対象のコンテンツの要求の間隔を測定する（Ｓ７０１）。対象のコンテンツは、Ｓ１０９の処理によって取得されたコンテンツである。

Ｓ７０１では、一例では、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、いったんメインメモリ１２などに対象のコンテンツを保持するとともに、当該対象のコンテンツの要求を受信した時刻、つまりＳ１０１の処理の時刻を記憶する。そして、キャッシュサーバ１ｂが任意の端末５から対象のコンテンツの要求を新たに受信した場合、キャッシュ読み書き部１０５は、記憶された時刻と、対象のコンテンツの要求を新たに受信した時刻と、の間隔を、対象のコンテンツの要求の間隔の測定値として取得する。

対象のコンテンツの要求の間隔の測定方法は上記の方法に限定されない。キャッシュ読み書き部１０５ｂは、３回以上、対象のコンテンツの要求を受信した時刻を取得して、取得された３回以上の時刻の間隔の平均を、対象のコンテンツの要求の間隔の測定値として取得してもよい。

Ｓ７０１に続いて、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、対象のコンテンツの要求の間隔の測定値に基づき、対象のコンテンツにかかる効果持続期間を推定する（Ｓ７０２）。例えば、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、図２２に示された関係を表す予め設定された情報と、対象のコンテンツの要求の間隔の測定値と、に基づいて効果持続期間を推定する。Ｓ７０２の後、効果持続期間の推定の動作が終了する。

図２７に説明を戻す。
Ｓ６０１に続いて、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、対象のコンテンツにかかる効果消失時刻を推定する（Ｓ６０２）。例えば、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、Ｓ６０２の処理の実行時の時刻に効果持続期間の推定値を加算することによって、効果消失時刻の推定値を取得する。

続いて、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、効果消失時刻の推定値に基づいて、対象のコンテンツのライト先のゾーンを、時刻が対応付けられたゾーンのうちから選択する（Ｓ６０３）。

例えば、効果消失時刻の推定値が、或るゾーンに対応付けられた時刻ｔｉと、時刻ｔｉに単位期間を加算して得られる時刻であって別のゾーンに対応付けられた時刻ｔｉ＋１と、の間に含まれている場合、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、時刻ｔｉ＋１が対応付けられたゾーンを対象のコンテンツのライト先のゾーンとして選択する。または、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、時刻ｔｉが対応付けられたゾーンを対象のコンテンツのライト先のゾーンとして選択してもよい。効果消失時刻の推定値が、ゾーンに対応付けられた時刻のうちの最も古い時刻ｔｍｉｎに満たない場合、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、時刻ｔｍｉｎが対応付けられたゾーンを対象のコンテンツのライト先のゾーンとして選択してもよい。効果消失時刻の推定値が、ゾーンに対応付けられた時刻のうちの最も新しい時刻ｔｍａｘを越える場合、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、時刻ｔｍａｘが対応付けられたゾーンを対象のコンテンツのライト先のゾーンとして選択してもよい。

Ｓ６０３に続いて、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、選択されたゾーンに対象のコンテンツをキャッシュデータとしてライトする（Ｓ６０４）。以降、キャッシュサーバ１ｂは、Ｓ１１５～Ｓ１１７において、第１の実施形態および第２の実施形態と同様の動作を実行する。

なお、例えば選択されたゾーンの空き領域に対象のコンテンツが収まらなかったなど、によってコンテンツを正常にライトできなかった場合（Ｓ１１６：Ｎｏ）、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、より古い時刻が対応付けられたゾーン、即ち選択されたゾーンに対応付けられた時刻よりも単位期間の分だけ古い時刻が対応づけられたゾーン、を新たにライト先のゾーンとして選択する（Ｓ６０４）。そして、制御がＳ６０３に移行する。

なお、コンテンツを正常にライトできなかった場合に別のゾーンをライト先のゾーンとして選択する方法は上記の方法に限定されない。例えば、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、より新しい時刻が対応付けられたゾーン、即ち選択されたゾーンに対応付けられた時刻よりも単位期間の分だけ新しい時刻が対応づけられたゾーン、を新たにライト先のゾーンとして選択してもよい。

別の例では、キャッシュ読み書き部１０５ｂは、空き領域を有する他のゾーンのうちからライト先のゾーンを選択してもよい。キャッシュ読み書き部１０５ｂは、空き領域を有する他のゾーンのうちの、効果消失時刻の推定値に最も近い時刻が対応付けられたゾーンを、新たにライト先のゾーンとして選択してもよい。

このように、第３の実施形態によれば、ＣＰＵ１１は、複数のゾーンのそれぞれに異なる複数の時刻のうちの１つを対応付ける。ＣＰＵ１１は、オリジンサーバ２から取得したコンテンツにかかる効果消失時刻、即ち当該コンテンツの要求の頻度がしきい値を下回る時刻、を推定する。ＣＰＵ１１は、効果消失時刻と、複数のゾーンのそれぞれに対応付けられた時刻と、に基づいて複数のゾーンのうちからライト先のゾーンを選択する。

よって、不要になるタイミングが揃った複数のコンテンツを１つのゾーンにまとめて格納することができるので、高いキャッシュ効果を得ることができる可能性がある。

また、ＣＰＵ１１は、それぞれは何れかのゾーンに対応付けられた複数の時刻のうちの最も古い時刻が到来した場合、当該最も古い時刻が対応付けられたゾーン（対象のゾーン）内の全てのコンテンツをまとめて削除する。そして、ＣＰＵ１１は、それぞれは何れかのゾーンに対応付けられた複数の時刻のうちの最も新しい時刻に単位期間を加算して得られる時刻を対象のゾーンに対応付ける。

よって、複数のコンテンツを不要になるタイミングでまとめて削除することが可能となるので、高いキャッシュ効果を得ることが可能である。

（変形例）
図２７のＳ１１６においてＮｏと判定された際に、空き領域を有するゾーンのうちからライト先のゾーンが選択される場合、ＳＳＤ１５ａへのコンテンツのライトのレートが所定のレベル（例えば１つのゾーンのサイズを単位期間で除算して得られる値）を越えた状態が長引くと、ＳＳＤ１５ａの記憶領域２００ｂには新たなコンテンツをキャッシュすることができる空き領域が無くなってしまう可能性がある。ゾーン制御部１０６ｂは、ＳＳＤ１５ａの記憶領域２００ｂに空き領域が無くなった場合、単位期間を短縮するようにしてもよい。

図２９は、第３の実施形態の変形例のゾーン制御部１０６ｂの動作の具体例を説明するための模式的な図である。本図は、単位期間が「６時間」から「４．５時間」に短縮された場合のディレクトリ構成４００ｂの変化を表している。

単位期間が「６時間」から「４．５時間」に短縮された以降は、ゾーン制御部１０６ｂは、新しいディレクトリを生成する際に、それぞれは何れかのゾーンに対応付けられた複数の時刻のうちの最も新しい時刻に「４．５時間」を加算して得られる時刻を表す名称を当該新しいディレクトリに与える。

例えば、ディレクトリ構成４００ｂが図２４に示される状態となっている際に単位期間が「６時間」から「４．５時間」に短縮された場合、ゾーン制御部１０６ｂは、図２９の左方にしめされるように、最も古い時刻を表す「2020-10-1-18-00-00」という名称のディレクトリを削除する。そして、ゾーン制御部１０６ｂは、最も新しい時刻は「２０２０年１０月８日１２時００分００秒」に新たな単位期間である４．５時間を加えた「２０２０年１０月８日１６時３０分００秒」を表す「2020-10-8-16-30-00」という名称が与えられたディレクトリを新規に生成する。

以降、ゾーン制御部１０６ｂは、新規にディレクトリを作成する際には、何れかのゾーンに対応付けられた複数の時刻のうちの最も新しい時刻に「４．５時間」を加算して得られる時刻を表す名称を当該新規のディレクトリに与えることで、例えば図２９の右方に示されるように、ディレクトリに与えられた時刻の間隔が全て「４．５時間」となる。

このように、ＣＰＵ１１は、記憶領域２００ｂに生成された全てのゾーンに空き領域が無くなった場合、単位期間を短縮してもよい。

単位期間の短縮によって、ゾーンの初期化の時間間隔が短縮されるので、以降は、ＳＳＤ１５ａへのコンテンツのライトのレートが高くても、空き領域が無くなることを抑制することが可能となる。

第１～第３の実施形態および第３の実施形態の変形例では、ストレージ装置の一例としてＺＮＳ ＳＳＤが採用された。ストレージ装置はＺＮＳ ＳＳＤに限定されない。例えば、ＺＮＳ ＳＳＤに替えて、ＳＭＲ（Shingled Magnetic Recording）方式の磁気ディスク装置を実施形態のストレージ装置として採用してもよい。ＳＭＲ方式によれば、ＣＭＲ（Conventional Magnetic Recording）方式に比べて記録密度が高く、ストレージ容量が多い。つまり、ＳＭＲ方式の磁気ディスク装置をストレージ装置として採用することで、ＣＭＲ方式の磁気ディスク装置をストレージ装置として採用する場合に比べて、安価にストレージ容量を増やすことが可能である。

また、第１～第３の実施形態および第３の実施形態の変形例では、プロセッサの一例としてＣＰＵ１１が採用された。プロセッサは、ＣＰＵ１１に限定されない。例えば、プロセッサは、ＦＰＧＡ（Field-Programmable Gate Array）、ＡＳＩＣ（Application Specific Integrated Circuit）、ＣＰＵ１１、またはこれらの組み合わせによって構成されてもよい。

以上述べたように、実施形態によれば、プロセッサは、ストレージ装置を制御することによって、記憶領域内に複数のゾーンを生成する。プロセッサは、端末から要求されたコンテンツが何れかのゾーンに格納されている場合、ストレージ装置を制御することによって当該コンテンツをストレージ装置からリードして、リードされた当該コンテンツを端末に応答する。端末から要求されたコンテンツが何れのゾーンにも格納されていない場合、端末から要求されたコンテンツをオリジンサーバから取得して、取得されたコンテンツを端末に応答する。また、プロセッサは、ストレージ装置を制御することによって、取得されたコンテンツを複数のゾーンのうちのライト可能ゾーン内の空き領域にライトする。所定の条件が成立した場合、プロセッサは、複数のゾーンから１つの削除対象のゾーンを選択して、削除対象のゾーン内の全てのコンテンツをまとめて削除する。

よって、安価でストレージ容量が多いキャッシュサーバを得ることができる。

本発明のいくつかの実施形態を説明したが、これらの実施形態は、例として提示したものであり、発明の範囲を限定することは意図していない。これら新規な実施形態は、その他の様々な形態で実施されることが可能であり、発明の要旨を逸脱しない範囲で、種々の省略、置き換え、変更を行うことができる。これら実施形態やその変形は、発明の範囲や要旨に含まれるとともに、特許請求の範囲に記載された発明とその均等の範囲に含まれる。

１，１ａ，１ｂ キャッシュサーバ、２ オリジンサーバ、３，４ ネットワーク、５ 端末、１１ ＣＰＵ、１２ メインメモリ、１３ ＮＩＣ、１４ チップセット、１５ ＳＳＤ、２１ コントローラ、２２ ＮＡＮＤメモリ、２３ メモリチップ、２４ アクセス回路、２５ メモリセルアレイ、２６ 物理ブロック、２７ ブロック、１００ ＣＤＮキャッシュソフトウェア、１０１，１０１ａ，１０１ｂ キャッシュデータ制御部、１０２ ハッシュ生成部、１０３ キャッシュ管理情報、１０４ データ取得部、１０５，１０５ａ，１０５ｂ キャッシュ読み書き部、１０６，１０６ａ，１０６ｂ ゾーン制御部、１０７ ゾーン管理情報、１０８ 情報、１０９ ポインタ、１１０ オペレーティングシステムプログラム、１１１ システムコールインタフェース、１１３ ＳＳＤデバイスドライバ、１１４ ネットワークインタフェースドライバ、２００，２００ａ，２００ｂ 記憶領域、３００ 物理アドレス空間、４００，４００ｂ ディレクトリ構成。

Claims (11)

1. オリジンサーバと端末とにネットワークを介して接続される情報処理装置であって、
   第１記憶領域を備えるストレージ装置と、
   前記ストレージ装置を制御することによって、前記第１記憶領域内に前記オリジンサーバから配信される１以上のコンテンツを格納するための複数の第２記憶領域を生成し、
   前記端末からコンテンツの要求を受信し、
   前記端末から要求されたコンテンツである第１コンテンツが前記複数の第２記憶領域の何れかに格納されている場合には、前記ストレージ装置を制御することによって前記第１コンテンツをリードして、リードされた前記第１コンテンツを前記端末に応答し、
   前記第１コンテンツが前記複数の第２記憶領域の何れにも格納されていない場合、前記オリジンサーバから前記第１コンテンツを取得して、取得された前記第１コンテンツを前記端末に応答し、前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第３記憶領域を選択して、前記ストレージ装置を制御することによって、取得された前記第１コンテンツである第２コンテンツを前記第３記憶領域内の空き領域にライトし、
   第１条件が成立した場合、前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第４記憶領域を選択して、前記ストレージ装置を制御することによって、前記第４記憶領域内の全てのコンテンツをまとめて削除する、
   プロセッサと、
   を備える情報処理装置。
2. 前記プロセッサは、前記第３記憶領域に既に１以上のコンテンツがライトされている場合、第３コンテンツが格納されている領域に後続する位置を前記第２コンテンツのライト先として指定して、前記第２コンテンツのライトを前記ストレージ装置に実行させ、
   前記第３コンテンツは前記１以上のコンテンツのうちの最後に前記第３記憶領域にライトされたコンテンツである、
   請求項１に記載の情報処理装置。
3. 前記プロセッサは、
   各第２記憶領域へのアクセスに関する情報である第１情報を管理し、
   前記第１条件が成立した場合、前記第４記憶領域を前記第１情報に基づいて選択する、
   請求項１または請求項２に記載の情報処理装置。
4. 前記第１条件は、前記第１記憶領域内のコンテンツの総量がしきい値に到達することである、
   請求項１から請求項３の何れか一項に記載の情報処理装置。
5. 前記プロセッサは、前記第１条件が成立した場合、前記ストレージ装置を制御することによって前記第４記憶領域内の第４コンテンツをリードして、前記ストレージ装置を制御することによって、リードされた第４コンテンツを前記複数の第２記憶領域のうちの前記第４記憶領域と異なる１つの第２記憶領域である第５記憶領域にライトし、その後、前記ストレージ装置を制御することによって、前記第４記憶領域内の全てのコンテンツをまとめて削除する、
   請求項１から請求項４の何れか一項に記載の情報処理装置。
6. 前記プロセッサは、前記第２コンテンツの特性に基づいて前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域を前記第３記憶領域として選択する、
   請求項１から請求項５の何れか一項に記載の情報処理装置。
7. 前記プロセッサは、
   前記複数の第２記憶領域のそれぞれに異なる複数の時刻のうちの１つを対応付けて、
   前記第２コンテンツの要求の頻度がしきい値を下回る第１の時刻を推定し、
   前記第１の時刻を推定値と、前記複数の第２記憶領域のそれぞれに対応付けられた時刻と、に基づいて前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域を前記第３記憶領域として選択する、
   請求項１または請求項２に記載の情報処理装置。
8. 前記第１条件は、前記複数の第２記憶領域に対応付けられた前記複数の時刻のうちの最も古い時刻である第１時刻が到来することであり、
   前記第４記憶領域は、前記第１時刻が対応付けられた第２記憶領域であり、
   前記プロセッサは、前記第４記憶領域内の全てのコンテンツがまとめて削除された後、前記第４記憶領域に、前記複数の第２記憶領域に対応付けられた前記複数の時刻のうちの最も新しい時刻から設定時間長さを加算して得られる時刻を対応付ける、
   請求項７に記載の情報処理装置。
9. 前記プロセッサは、前記複数の第２記憶領域に空き領域が無くなった場合、前記設定時間長さを短縮する、
   請求項８に記載の情報処理装置。
10. 前記ストレージ装置は、ＺＮＳ（Zoned Namespace） ＳＳＤ（Solid State Drive）またはＳＭＲ（Shingled Magnetic Recording）方式の磁気ディスク装置である、
    請求項１から請求項９の何れか一項に記載の情報処理装置。
11. オリジンサーバから配信されるコンテンツをキャッシュする方法であって、
    第１記憶領域を備えるストレージ装置を制御することによって、前記第１記憶領域内に１以上のコンテンツを格納するための複数の第２記憶領域を生成することと、
    端末からコンテンツの要求を受信することと、
    前記端末から要求されたコンテンツである第１コンテンツが前記複数の第２記憶領域の何れかに格納されている場合には、前記ストレージ装置を制御することによって前記第１コンテンツをリードして、リードされた前記第１コンテンツを前記端末に応答することと、
    前記第１コンテンツが前記複数の第２記憶領域の何れにも格納されていない場合、前記オリジンサーバから前記第１コンテンツを取得して、取得された前記第１コンテンツを前記端末に応答し、前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第３記憶領域を選択して、前記ストレージ装置を制御することによって、取得された前記第１コンテンツである第２コンテンツを前記第３記憶領域内の空き領域にライトすることと、
    第１条件が成立した場合、前記複数の第２記憶領域から１つの第２記憶領域である第４記憶領域を選択して、前記ストレージ装置を制御することによって、前記第４記憶領域内の全てのコンテンツをまとめて削除することと、
    を含む方法。

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