JP2708348B2 - コンピュータのデータを記憶させるための直接アクセス記憶装置の割振り方法及び装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は広くはコンピュータ・シ
ステムに関するものであり、より詳しくは、直接アクセ
ス記憶装置（ＤＡＳＤ）内の記憶位置を、データを記憶
させるための記憶位置として割り振る際の、割振り方式
に関するものである。この割振り方式によれば、ＤＡＳ
Ｄ内の可用記憶容量を効率的に利用することができると
共に、ＤＡＳＤ内に記憶させてあるデータへアクセスす
る際のオーバーヘッドを可及的に減少させることができ
る。

【０００２】

【従来の技術及び発明が解決しようとする課題】多くの
コンピュータ・システム（具体的には、例えば「ＩＢＭ
・ＶＭ／ＥＳＡ・１．１（IBM VM/ESA 1.1）」等のコン
ピュータ・システム）では、ＤＡＳＤによって外部記憶
を構成するようにしている。ＤＡＳＤには、磁気ディス
クを１枚しか備えていないものもあれば、２枚以上の磁
気ディスクを備えたものもある。２枚以上の磁気ディス
クを備えたＤＡＳＤでは、それら磁気ディスクを「皿状
部材」とし、それらを積み重ねた形で１本の共通軸心に
取り付けてある。それら複数枚のディスクは、その１枚
１枚が、データを記憶させるための多数本の同心円状の
トラックを備えている。１枚のディスクしか備えていな
いＤＡＳＤであれば、読み書きヘッドは１個備えている
だけで良い。読み書きヘッドを静止させておいてディス
クを回転させることにより、そのディスクが１回転する
間に、１本のトラックに記憶させてある全ての情報をそ
の読み書きヘッドで読み取ることができる。更に、その
読み書きヘッドを径方向へ移動させることによって、そ
の他のトラックからの読取りも行なうことができる。一
方、複数枚のディスクを備えたＤＡＳＤでは、各ディス
クごとに、読み書きヘッドを１個ずつ備えている。それ
ら読み書きヘッドは全て、夫々のディスクに対して同じ
位置にくるように位置を揃えてあり、また、それらヘッ
ドどうしを互いに固定関係で連結してあり、そのため、
ヘッドの移動時には、それら全ての読み書きヘッドが一
斉に移動する。ただし、信号の検出は、一度に１つの読
み書きヘッドについてだけ行なわれる。また、「シリン
ダ」というものが定義されており、これは、異なったデ
ィスクどうしの間で互いに垂直方向に位置が揃った各デ
ィスクに１本ずつのトラックから成る、複数本の円形ト
ラックの集合体である。このように複数枚のディスクを
備えたＤＡＳＤでは、１つないし複数のシリンダによっ
て、１つのエクステントが構成される。ある１つのシリ
ンダの全体を読み取るためには、ＤＡＳＤを、その皿状
部材（ディスク）の枚数に等しい回数だけ回転させ、そ
の各１回転ごとに、異なった読み書きヘッドからの信号
の検出を行なうようにする。また、互いに隣接する複数
のシリンダから構成されている１つのエクステントの全
体を読み取るためには、読み書きヘッドを径方向へ移動
させつつ、そのエクステントの中の各シリンダごとに、
以上のプロセスを反復して実行するようにする。

【０００３】以上に説明したＤＡＳＤの構成態様では、
ＤＡＳＤのアクセス速度（書き込み速度または読取り速
度）を制約している要因が幾つかあり、そのうちの第１
の要因は、読み書きヘッドを１つのシリンダから他のシ
リンダへ、即ち径方向へ移動させるために必要な時間で
ある。従って、１回のアクセスにおいて必要とされる読
み書きヘッドの径方向移動量をできるだけ少なくするこ
とが望まれる。もし、（一度にアクセスすべき一連のデ
ータに）割り振られているアドレスが、連続したアドレ
スではなかったならば、割り振られているそれらアドレ
スが互いに径方向に離隔しているかも知れず、その場合
には、径方向に離隔しているアドレスどうしの間を移動
することのために、読み書きヘッドの径方向移動量が余
分に必要になる。ＤＡＳＤのアクセス速度を制約してい
る第２の要因は、所望のデータが読み書きヘッドの直下
にくるまでのディスクの回転に要する時間である。従っ
て、１回のアクセスにおいて必要とされるディスクの回
転量をできるだけ少なくすることが望まれる。非連続な
アドレスに対して入出力を行なうときには、アクセスの
対象ではないデータを、読み書きヘッドの下を素通りさ
せることのために、余分な時間が必要になる。ＤＡＳＤ
のアクセス速度を制約している第３の要因は、アクセス
を完了するまでに必要な入出力操作の回数である。ＤＡ
ＳＤ内に、各々が連続した複数の記憶位置から成る記憶
位置集合が複数存在しており、しかも記憶位置集合どう
しは互いに非連続であるとき、入出力サブシステムがそ
のＤＡＳＤを制御するためには、それら複数の記憶位置
集合の各々に対して、その記憶位置集合の開始位置と長
さとに関する情報を指定しなければならない。従って、
１回の入出力アクセスに必要な入出力操作の回数をでき
るだけ減少させることが望まれる。もし、ＤＡＳＤに書
き込もうとしているデータの全体を、そのＤＡＳＤ内に
存在している、複数の連続した記憶位置から成る１つの
記憶位置集合（即ち、ひとまとまりの記憶位置）の中に
記憶させることができれば、１つの開始位置と１つの長
さとだけを指定すれば良いのであるから、入出力操作は
１回で足りることになる。一方、そのデータの全体を記
憶させることができるだけの大きさの、ひとまとまりの
連続した記憶位置から成る記憶位置集合が存在していな
い場合には、そのデータを分割して、互いに非連続な複
数の記憶位置集合の間に分散させねばならず、そのた
め、互いに非連続なそれら複数の記憶位置集合の１つ毎
に１回ずつの入出力操作が必要になる。

【０００４】以上３つの要因に加えて、ＤＡＳＤの管理
方式に関係した第４の要因として、記憶容量の無駄を避
けねばならないということがある。不都合なことにＤＡ
ＳＤには、連続使用している間に、その可用記憶領域
（使用可能な記憶領域）が次第に細分化されて行くとい
う傾向がある。具体的な例を挙げて説明すると、例えば
ＤＡＳＤの中の、ある一部の記憶領域をフルに使用し
て、ページ１０枚分のデータ（ページ１枚分のデータ量
は４０９６バイトである）を記憶させてあるものとす
る。ページを１枚記憶させるためには、「スロット」１
個分の記憶容量が使用される。ここで、あるアプリケー
ション・プログラムが、それら１０枚のページにアクセ
スすることを求める要求を発し、その要求に応えて、そ
れら１０枚のページを素早くアクセスできるようにする
ために、それら１０枚のページが主記憶装置（ＲＡＭ）
の中へ書き込まれたものとする。アプリケーション・プ
ログラムは、それら１０枚のページのうちの８枚に対し
て変更を施し、更に１枚のページを追加し、ただし、元
の１０枚のページのうちの残り２枚のページには変更を
加えなかったものとする。この後、オペレーティング・
システムが、主記憶装置が満杯に近いことを検出して、
主記憶装置に空き領域を作り出すために、それまで主記
憶装置の中にあったページのうちの幾枚かをＤＡＳＤへ
書き出す「ブロック・ページング」の操作を開始する。
主記憶装置に空き領域を作り出すためにＤＡＳＤへ書き
出すページをどのページにするのか決定するのはオペレ
ーティング・システムであり、オペレーティング・シス
テムがそれを決定する際に従う、書き出しページ決定基
準には、様々なものがある。広く用いられている幾つか
の基準のうちの１つに、互いに略々同時期にアクセスさ
れた複数のページから成るページ・グループを選択する
というものがある。この基準に従えば、同時に主記憶装
置へ書き込んだ１０枚のページの全てを選択することに
なる。しかしながら、入出力の仕事量をなるべく減らす
ことが望ましいため、実際には、変更を施していない２
枚のページについては、ＤＡＳＤへの書き戻しを省略し
てしまう。このようにして構わないのは、それら２枚の
ページに関しては、ＤＡＳＤ上に存在しているそれらペ
ージのオリジナル・コピーが、依然として有効状態を保
っているからである。従って、ＤＡＳＤへ書き込まねば
ならないページは、更新を施した８枚のページと、新た
に追加された１枚のページとの、合計９枚のページだけ
である。しかしながら、最初に１０枚のページを隙間な
く詰め込んでおいた領域の記憶位置のうち、書き込みを
行なえる連続した記憶位置は、ページ８枚分しかない。
従って、新たな記憶位置を選択して、書き込むべき９枚
のページの全て、或いはそのうちの一部を、その新たな
記憶位置に記憶させなければならない。この場合に、入
出力操作の回数をできる限り少なくし、且つ、読み書き
ヘッドの径方向移動量を少なく抑えるために、連続した
９個のスロットから成る単一のスロット集合を使用する
ことにしたならば、その８個のスロットから成る孤立ス
ロット集合が発生することになり、そしてこの孤立スロ
ット集合は、別の何らかのデータを記憶させるために使
用することになる。以上のプロセスは、時間の経過と共
に何度も繰り返して行なわれるため、ＤＡＳＤ内に、様
々な個数の可用スロットから成る孤立スロット集合が大
量に生じる可能性がある。ＤＡＳＤ内の可用記憶容量が
無駄になるのを避けるためには、かかる孤立スロット集
合の発生を避けるか、或いは、かかる孤立スロット集合
を、後の書き込み動作において、記憶位置に指定して利
用できるような方式を採用する必要がある。ただし、そ
れと同時に、上に述べたように、入出力操作の回数、ヘ
ッドの径方向移動量、それにディスクが回転する間の遅
れ時間もまた、できる限り少なくしなければならない。

【０００５】そのための従来の方式のうちの１つに、Ｄ
ＡＳＤを論理分割して、各々が一定の大きさの複数のス
ロット集合を形成しておく（例えば、常に１０個のスロ
ットをもって１つのスロット集合とする）という方式が
ある。オペレーティング・システムは、ＤＡＳＤへデー
タを書き込む必要が生じたならば、一定の大きさのスロ
ット集合の１個ないし２個以上を、書込み要求に応える
ためのスロット集合として割り振る。しかしながら、Ｄ
ＡＳＤへ一度に書き込むべきデータ量は、別の何らかの
基準に従って定められるため、書き込むべきデータ量
が、割り振られたスロットの個数に対応するデータ量よ
りも少ないことがしばしばある。これによって記憶容量
が無駄になる上、書込みが施されなかったスロットは隙
間状の空き部分として残るため、その隙間状の空き部分
を通過させることのために、ディスクの回転量が余分に
必要になる。更に、一度に書き込むデータ量がスロット
集合１つ分のデータ量を超えている場合には、通常２回
以上の入出力操作が必要になる。２つ以上のスロット集
合を選択するには「移動カーソル」を使用するようにし
ており、ＤＡＳＤの記憶領域の中をＤＡＳＤアドレスの
小さい方から大きい方へ向けて、この「移動カーソル」
をステップ移動させて、次々と発せられる書込み要求の
各々に応えて行くようにしている。

【０００６】従来の方式のうちの別の１つの方式であっ
て、同様に、ＤＡＳＤの記憶領域の中をＤＡＳＤアドレ
スの小さい方から大きい方へ向けて移動カーソルをステ
ップ移動させて、オペレーティング・システムが発する
書込み要求の各々に応えて行くようにしたものがある。
この方式では、割り振られる大きさが、一定の大きさの
スロット集合の複数個分の大きさに限られることはな
く、書込み要求が求めている大きさ（長さ）と、厳密に
一致した大きさ（長さ）を割り振るようにしている。即
ちこの方式では、新たな要求に応えるためにＤＡＳＤの
記憶領域の中を移動カーソルを移動させて行くときに、
ＤＡＳＤに以前に書き込んであったデータ（ページとし
て書き込まれている）の幾つかにアクセスして、それら
ページを主記憶装置の中へ読み込む。続いて、読み込ん
だそれらページの部分集合に対して変更を施したり、そ
れらページのグループ編成を変更した上で、それらペー
ジをＤＡＳＤ内の新たなアドレス（記憶位置）へ書き戻
し、以前のＤＡＳＤ記憶位置を空けるようにする。しか
しながらこれによって、ＤＡＳＤの記憶領域に隙間状の
空き部分が発生する。そこで、オペレーティング・シス
テムの別の機能が、カーソルの現在位置よりも手前側
（カーソルが既に通り過ぎた側）の記憶領域の可用度を
継続的にモニタしており、このカーソルの現在位置より
も手前側の記憶領域に含まれているスロットのうちの７
５％が可用スロットとなったときに、カーソルを最初の
位置へ戻すようにしている。これ以後、カーソルを再び
前方へ（ＤＡＳＤのアドレスの大きい方へ）移動させ
て、ＤＡＳＤ内の記憶位置の順序で可用スロットを割り
振って行くことによって、次々と発せられる要求に応え
るようにしている。この方式では、孤立スロットから成
る可用スロット集合の量を減らすことができるが、ただ
し、互いに関連しているデータを記憶させる領域がひと
まとまりの領域とならずに細分化してしまう傾向があ
り、そのために入出力操作の回数が余分に必要になり、
更には読み書きヘッドの径方向移動量や、ディスクの回
転量も余分に必要になる傾向がある。

【０００７】従って本発明の目的を広くとらえるなら
ば、本発明の目的は、ＤＡＳＤの割振りのためのコンピ
ュータ・システム、プログラム、ないしは方法であっ
て、ＤＡＳＤにデータを書き込むために必要な入出力操
作の回数をできる限り少なくし、しかもそれと同時にＤ
ＡＳＤ内の可用記憶位置を有効に活用することのでき
る、コンピュータ・システム、プログラム、ないし方法
を提供することにある。

【０００８】本発明の更なる目的は、データにアクセス
する際に必要な、読み書きヘッドの径方向移動量とディ
スクの回転量とを大幅に低減することのできる、その種
のコンピュータ・システム、プログラム、ないし方法を
提供することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、ある指定され
た長さを有するデータを記憶させるためＤＡＳＤ内の記
憶位置を割り振るための、コンピュータ・システム、方
法、ないしプログラム製品に関するものである。これら
コンピュータ・システム、方法、ないしプログラム製品
においては、ＤＡＳＤ内に存在している、各々が連続し
た複数の可用記憶位置から成る記憶位置集合の夫々につ
いて、その記憶位置集合のアドレス及び長さを記録にす
るようにする。更に、これらコンピュータ・システム、
方法、ないしプログラム製品方法においては、その記録
をサーチして、前記指定長さと同じ長さの記憶位置集合
である第１種の記憶位置集合と、前記指定長さよりも、
前記ＤＡＳＤ内に後刻記憶させることになる様々な長さ
のデータのうちの殆どのものに対応できる長さ分だけ長
い記憶位置集合である第２種の記憶位置集合とを特定す
ることを試みるようにする。前記サーチにおいて、前記
指定長さと同じ長さの記憶位置集合の特定に成功したな
らば、特定に成功したその第１種の記憶位置集合を、前
記データを記憶させるための記憶位置として割り振り、
一方、前記指定長さと同じ長さの記憶位置集合の特定に
は成功しなかったが、前記指定長さよりも、前記ＤＡＳ
Ｄ内に後刻記憶させることになる様々な長さのデータの
うちの殆どのものに対応できる長さ分だけ長い記憶位置
集合の特定に成功したならば、特定に成功したその第２
種の記憶位置集合を、前記データを記憶させるための記
憶位置として割り振るようにする。また、読み書きヘッ
ドの径方向移動量をできるだけ少なくするために、同一
のエクステントの中に存在する記憶位置集合だけを記録
するようにすることもできる。

【００１０】本発明の特徴のうちの１つによれば、これ
らコンピュータ・システム、方法、ないしプログラム製
品は、更に、前記記録の中の他の記憶位置集合と比較し
て前記指定長さを超える分の長さがより短い記憶位置集
合である第３種の記憶位置集合を特定することを試みる
ようにしてあり、そして、前記指定長さと同じ長さの記
憶位置集合を特定しようとするサーチと、前記指定長さ
よりも、前記ＤＡＳＤ内に後刻記憶させることになる様
々な長さのデータのうちの殆どのものに対応できる長さ
分だけ長い記憶位置集合を特定しようとするサーチと
の、両方が不成功であったときに、該第３種の記憶位置
集合を、前記データを記憶させるための記憶位置として
割り振るようにしてある。

【００１１】本発明の特徴のうちの別の１つによれば、
前記サーチにおいて更に、前記記録の中に、１つの記憶
位置集合で、前記指定長さに等しいか或いはそれを超え
る長さを有するものが存在していないときには、該記録
の中から、加え合わせたときの合計長さが前記指定長さ
に等しいか或いはそれを超える長さとなる２つ以上の記
憶位置集合を特定するようにしている。このように１つ
記憶位置集合の長さでは足りない場合には、特定したそ
の２つ以上の記憶位置集合を、前記データを記憶させる
ための記憶位置として割り振るようにしている。

【００１２】

【実施例】以下に図面を参照しつつ、本発明について更
に詳細に説明して行く。尚、添付図面において、同一の
構成要素に対しては、別々の図であっても同一の引用符
号を付してある。図１は、本発明を組み込んだコンピュ
ータ・システムを示しており、図中の引用符号１００は
このコンピュータ・システムの全体を指し示している。
コンピュータ・システム１００は、ＣＰＵ１１０と、主
記憶装置１１５と、ＤＡＳＤ１６０と、入出力サブシス
テム１６２と、オペレーティング・システム１４０とを
備えている。これらのうちＣＰＵ１１０とそれに付随す
るハードウェア（不図示）とについては、例えばＩＢＭ
社の「システム／３９０」等のコンピュータ・システム
等を利用することができる。尚、この「システム／３９
０」コンピュータ・システムは、「ESA/390 Principles
of Operation 」という題名の文献中にその解説がなさ
れており、この文献はＩＢＭ社から一般に向けて販売さ
れている（注文番号: SA22-7201-00）。仮想記憶１６５
は、ユーザないしアプリケーション・プログラム（以
下、これを「ユーザ／アプリケーション・プログラム」
という用語を用いて表わす）に割り振られている記憶領
域であり、アプリケーション・プログラムやそれに付随
するファイル、ないしはその他のデータを仮想的に記憶
させておく領域である。この仮想記憶１６５の内容は、
実際には、主記憶装置１１５内の常駐仮想記憶１６７の
中や、ＤＡＳＤ１６０の中、或いは更にその他の適当な
ところに記憶されている。主記憶装置１１５には更に、
オペレーティング・システム１４０や、このオペレーテ
ィング・システム１４０に関係したテーブルないし制御
ブロック（これらはオペレーティング・システム１４０
の実行中に作成される）、それに仮想記憶のデータない
しページが、ＣＰＵ１１０の操作によって記憶される。
ＤＡＳＤ１６０は大容量の不揮発性記憶を提供してお
り、この不揮発性記憶には、ユーザ／アプリケーション
・プログラムが作り出すファイル等をはじめとするデー
タを格納したり、仮想記憶のページのうち、ＣＰＵ１１
０が当分はアクセスしそうもないページの内容を保存す
るようにしている。入出力サブシステム１６２は、ＤＡ
ＳＤ内の指定された記憶位置をアクセスする際のローレ
ベルの制御機能を提供するものである。オペレーティン
グ・システム１４０は、仮想計算機の実行環境と非仮想
計算機の実行環境との、いずれの実行環境をも提供し得
るものとしてある。オペレーティング・システム１４０
のうち、本発明を構成する新規な特徴部分を除いたその
他の部分については、例えばＩＢＭ社の「仮想計算機／
エンタープライズ・システム体系１．１（ＶＭ／ＥＳＡ
・１．１）」というオペレーティング・システム等を利
用することができる。この「ＶＭ／ＥＳＡ・１．１」オ
ペレーティング・システムについては「VM/ESA General
Information」という題名の刊行物中にその解説がなさ
れており、この刊行物はＩＢＭ社から一般に向けて販売
されている（注文番号: GC24-5550-02）。

【００１３】オペレーティング・システム１４０には、
仮想記憶マネージャ・サブシステム１７０が含まれてい
る。更にこの仮想記憶マネージャ・サブシステム１７０
は、ブロック・ページアウト・ルーチン１５０（このル
ーチンは「ＶＭ／ＥＳＡ１．１」オペレーティング・シ
ステムに装備されている）と、スロット割振りルーチン
１５５とを含んでいる。また、仮想記憶マネージャ・サ
ブシステム１７０の機能のうちの１つに、互いに関連し
ている一群の仮想ページから成るページ・グループを、
オペレーティング・システム１４０の別の機能からの要
求に応答して、主記憶装置１１５からＤＡＳＤ１６０へ
転送し、それによって主記憶装置１１５の中に空き記憶
域を作るという機能がある。この場合、その要求を受け
取ったならば、ブロック・ページアウト・ルーチン１５
０が、仮想記憶の中のページであって、現在は主記憶装
置１１５の中に存在しており、しかも、かつて互いに略
々同時期にアクセスされた複数のページから成るページ
・グループを特定する。次にブロック・ページアウト・
ルーチン１５０は、スロット割振りルーチン１５５をコ
ールして、特定したそのページ・グループを収容するの
に最適なＤＡＳＤ内のスロットを捜させる。このときの
コールには幾つかのパラメータが付随しており、それら
パラメータは、そのページ・グループに所属しているペ
ージの合計枚数と、スロット割振りルーチン１５５によ
って割り振られたＤＡＳＤアドレスを記憶させるための
（主記憶装置１１５内の）アドレスとを明示している。
スロット割振りルーチン１５５が最適なＤＡＳＤのスロ
ットを選択するために使用する選択基準は次のとおりで
ある。先ず、ＤＡＳＤ内に存在している、互いに連続し
た複数の使用可能な（即ち可用な）記憶スロットを、ひ
とまとまりのものと見てスロット集合と呼んでいる。従
って、各々のスロット集合は、複数の可用連続スロット
から成るが、１つのスロット集合と別のスロット集合と
の間では、可用スロットの連続性がとぎれており、非連
続となっている。尚、１つのスロットの大きさは、ペー
ジ１枚分のデータを丁度収めることができる大きさであ
る。そこで、選択基準の第１は、ＤＡＳＤ内に存在する
スロット集合の総数が、可及的に少なくなるようにすべ
きであるということである。なぜならば、非連続な個々
のスロット集合の１つ毎に、個別の入出力操作と更なる
ディスクの回転量とが必要になるからである。最も好ま
しいのは、選択されたＤＡＳＤスロットの全てが互いに
連続していることであり、そうであれば、ブロック・ペ
ージアウト・ルーチン１５０がページ・グループをＤＡ
ＳＤへ書き出す際に、１回の入出力操作によって、その
ページ・グループの全てを書き出すことができる。さも
なくば、ブロック・ページアウト・ルーチン１５０は、
各々が連続した複数のスロットから成るスロット集合
の、その各集合毎に１回ずつ、全体として複数回の入出
力操作を実行しなければならない。選択基準の第２は、
ページ・グループを記憶させるための複数のスロットの
位置は、それらスロットの全てにアクセスする際に読取
りを行なうヘッドの径方向移動量とディスクの回転量と
が、できるだけ少なくて済むように、それらスロットの
位置の互いの間の相対関係と、後続のグループの位置と
の間の関係とが、いずれも適切なものとなるようにすべ
きであるということである。そのために、スロット割振
りルーチン１５５は、連続して発生される複数の割振り
要求に対しては、なるべく、同じ１つのエクステントの
中の、１つの局所記憶領域を割り振ることによって応え
るようにしている。即ち、１つのエクステントは、ＤＡ
ＳＤ内における連続した１つの局所記憶領域であるた
め、１つのエクステントの中でアクセスを行なうように
すれば、読取りを行なうヘッドの径方向移動量を可及的
に小さくすることができるのである。選択基準の第３
は、割振り要求に応えて割振りを行なった後に、後刻発
せられるであろう割振り要求に単独で応えられる可能性
が非常に低い、小さな断片あるいはスロット・グループ
を、なるべく残さないようにすべきであるということで
ある。そのために、スロット割振りルーチン１５５は、
エクステントをサーチする第１回パスにおいては、複数
の可用連続スロットから成るスロット集合であって、そ
の集合の大きさが割振り要求が求めている大きさと等し
いため、割振り後に断片を発生させずに済むものか、或
いはそれと逆に、その集合の大きさが割振り要求が求め
ている大きさよりもはるかに大きいため、割振り後に残
される断片も充分に大きく、その断片が、後刻発せられ
るであろう割振り要求の大部分のものに応えられるよう
な、スロット集合を捜し求めるようにしている。更に、
この第１回パスにおいて、スロット割振りルーチン１５
５は、複数の可用連続スロットから成るスロット集合で
あって、割振り要求が求めている大きさよりも大きく、
しかも、割振り後に残されることになる断片の大きさ
が、他のいずれのスロット集合を割り振った場合に残さ
れることになる断片よりも小さいスロット集合を（もし
あれば）特定するようにしている。そして、この第１回
パスにおいて、割振り要求が求めている大きさと同一の
大きさのスロット集合と、割振り要求が求めている大き
さよりもはるかに大きく、割振り後に大きな断片を残す
ことができるスロット集合との、いずれも発見できなか
った場合には、スロット割振りルーチン１５５は、複数
の可用連続スロットから成るスロット集合であって、割
振り要求が求めている大きさよりも大きく、しかも、割
振り後に残される断片の大きさが最小になるスロット集
合を（もしあれば）選択する。更に、第１回パスにおい
て、割振り要求が求めている大きさを超える大きさのス
ロット集合を１つも特定できなかった場合には、スロッ
ト割振りルーチン１５５は、同一のエクステントを対象
として第２回パスを実行して、各々が複数の可用連続ス
ロットから成るスロット集合を幾つも特定し、そして複
数のスロット集合を合わせて割り振ることによって、割
振り要求に応えるようにする。もし更に、この第２回パ
スにおいて特定したそれら複数のスロット集合をもって
しても、割振り要求が求めている大きさの全てに応えら
れない場合には、スロット割振りルーチン１５５は、次
のエクステントを対象としたパスを実行することによっ
て、その割振り要求に応えるようにする。

【００１４】以下に示すのは、本発明のスロット割振り
ルーチン１５５及びその他の特徴部分についての、更に
詳細な説明である。ＤＡＳＤ１６０は、エクステント・
マップ１２０によって、複数の活動エクステントに論理
分割されている。エクステント・マップ１２０は、主記
憶装置１１５の中に設けられており、各々の活動エクス
テントごとに、その活動エクステントの開始実アドレス
と終了実アドレスとを規定している。尚、「活動エクス
テント」というのは、そのエクステントに包含されてい
るスロットのうちの少なくとも１つが割振り済みとなっ
ているエクステントのことである。エクステント・マッ
プ１２０は更に、各々の活動エクステントごとに、その
活動エクステントの全体のうちの、どれ程の割合の部分
が現在使用中であるかを表わした使用率を表示するため
のフィールドを備えている。後に更に詳細に説明するよ
うに、スロット割振りルーチン１５５は、使用可能な記
憶域を捜すためのサーチを行なう際には、先ずこのエク
ステント・マップ１２０を参照して、どのエクステント
が、記憶域を提供する候補として優れているか、即ち、
そのサーチの対象とすべきものであるのかを、判断する
ようにしている。

【００１５】主記憶装置１１５の中には更にビット・マ
ップ１２５が設けられている。このビット・マップ１２
５は、各々のエクステントごとに１つずつ設けてあり、
夫々が、対応するエクステントに包含されているスロッ
トの可用性をマップ表示している。各々のビット・マッ
プは内部が区画分けされており、そのビット・マップの
各区画の中の１つのビットが、対応するエクステントの
中の対応する１つのスロットを表わしている。即ち、１
つ１つのビットの値によって、そのビットに対応するス
ロットが、使用不可能である（即ち既に割振りがなされ
ている）か、それとも使用可能（即ち可用）であるかを
表示している。尚、エクステント・マップ１２０には、
非活動エクステント（現在そのスロットの全てが可用状
態にあるエクステント）も含めて表示するようにしてあ
るが、ビット・マップ１２５については、必要記憶容量
をできるだけ節約するために、非活動エクステントに対
応したビット・マップは設けないようにしている。スロ
ット割振りルーチン１５５は、各々のビット・マップを
参照して、そのビット・マップに対応したスロット割振
りバッファを生成し、それによって、それに対応したエ
クステントの中の可用記憶域のサーチを高速で行なえる
ようにしており、この点について、以下に更に詳細に説
明して行く。

【００１６】図２は、スロット割振りバッファ１７５を
詳細に示した図である。スロット割振りバッファ１７５
は、ヘッダーと複数の集合記述子とを含んでいる。スロ
ット割振りバッファ１７５の中のそれら集合記述子は、
その各々が、エクステント内の複数の可用連続スロット
から成るスロット集合の１つずつを記述している。ヘッ
ダーは第１ポインタと第２ポインタとを含んでおり、第
１ポインタは、スロット割振りバッファ１７５の中の先
頭の集合記述子（これは先頭のスロット集合を表わして
いる）を指し示しており、一方、第２ポインタは、スロ
ット割振りバッファ１７５の中の最後の集合記述子（こ
れは最後のスロット集合を表わしている）を指し示して
いる。第１ポインタが「０」であれば、それは、スロッ
ト割振りバッファ１７５の中において表示すべき適格性
を備えた、使用可能なスロット集合が、そのエクステン
ト内には存在していないことを表わしている。スロット
割振りルーチン１５５は、様々な大きさ（長さ）のスロ
ット集合を、その大きさ（長さ）に応じて３つの級に分
類するようにしている。それら３つの級のうちの第１は
「大断片」であり、この大断片に該当するのは、１つの
断片で（即ち他の断片と組み合せずとも）、割振り要求
の殆どに応えることができるような、非常に大きな（長
い）スロット集合である。第２は「中断片」であり、こ
の中断片に該当するのは、大断片よりは小さい（短い）
が、ただし１つの断片でなお多くの割振り要求に応える
ことができるだけの充分な大きさ（長さ）を有するスロ
ット集合である。第３は「小断片」であり、この小断片
に該当するのは、中断片よりも更に小さく（短く）、１
つの断片だけで応えられるような小さな割振り要求が発
せられることが殆どないスロット集合である。ここで、
夫々の級の断片の大きさの具体例を挙げておくならば、
例えば大断片は、１つの断片でページ１０枚分以上のデ
ータ（ページ１枚は、４０９６バイトのデータから成
る）を格納することができるもの（即ち、連続する１０
個以上のスロットから成るスロット集合）とすることが
できる。連続する１０個のスロットから成る大断片であ
れば、発生する割振り要求のうちの７５％までは、１つ
の断片によって応えることができる。また、中断片は、
１つの断片でページ４枚から９枚までのデータを格納す
ることができるものとし、小断片は、ページ１枚から３
枚までのデータを格納することができるものとすること
ができる。連続する３個のスロットから成る小断片の場
合には、１つの断片で応えることができる割振り要求の
割合は、発生する割振り要求のうちの５〜１０％とな
る。尚、ＤＡＳＤ内の夫々のエクステントにおいて、そ
のエクステント内に使用されずに残っているスロットの
個数が非常に僅かになるまでは、小断片は、スロット割
振りバッファ１７５の中に表示しないようにしている。
これによって、各々のスロット割振りバッファ１７５の
中をサーチするのにかかるサーチ時間をできるだけ短縮
しており、また、適性を備えていないスロット集合をサ
ーチから除外しているのである。そして、必要とされる
記憶容量を更に減らし、サーチ時間を更に短縮し、ま
た、ヘッドの径方向の移動を局所化するために、各々の
スロット割振りバッファには、対応するエクステントの
中のスロット集合のうち、ある限られた個数のスロット
集合に関する集合記述子だけを格納するようにしてい
る。そのため、その他のスロット集合は、暫くの間はス
ロット割振りバッファの中に表示されずにいる。そし
て、１つないし幾つかの集合記述子が（即ち、その集合
記述子に対応したスロット集合が）完全に使用し尽くさ
れ、或いは、その大部分が使用されて小断片しか残って
いない状態になったならば、スロット割振りバッファの
中に、同じエクステントの中のその他のスロット集合を
表わす集合記述子を表示する余裕ができるため、それに
応じて、その他のスロット集合も表示されるようにな
る。（一方、各々のエクステントに対応したビット・マ
ップには、そのエクステントの中の全てのスロットを表
示するようにしている）。

【００１７】各々の集合記述子は４バイトで構成してあ
る。そのうちの先頭の２バイトは、エクステントの始点
からの実偏位を表示しており、その次の１バイトは、バ
イト単位で表わしたスロット集合の長さを表わしてお
り、その次の（最後の）１バイトは、その集合記述子が
所属しているスロット割振りバッファの中の、その集合
記述子に続く次の集合記述子を指し示している。即ち、
各々の集合記述子の最後の１バイトによって集合記述子
どうしを連鎖させて、集合記述子のキューを形成してい
る（そして、このキューの中の先頭の集合記述子を、ヘ
ッダーの中の上述の第１ポインタで指し示している）。
スロット割振りルーチン１５５は、集合記述子のキュー
の中における、それら集合記述子の論理順序を、最初の
行の中の最初のエントリが指定しているエレメントから
始めて、ＤＡＳＤアドレスが小さいものから大きいもの
へ昇順で順序付けている。このようにすれば、１回の割
振り処理において複数のスロット集合を割り振る場合
の、それら複数のスロット集合や、連続した複数回の割
振り処理において次々と割り振られる複数のスロット集
合が、その順序で割り振られて行く可能性が高くなり、
従って、その割振り処理ないし後続の割振り処理におい
て必要とされるシーク時間（即ち、ヘッドが径方向へ移
動する時間）を更に短縮できる可能性が高くなる。尚、
この点については後に更に詳細に説明する。スロット割
振りルーチン１５５は、スロット割振りバッファ１７５
を利用することによって、対応するエクステントの中の
使用可能なスロット集合とそれらスロット集合の各々の
大きさ（長さ）とを、素早く特定することができる。更
に、スロット割振りルーチン１５５は、スロット割振り
バッファ１７５の中のそれら情報に基づいて、割振り要
求に応えるために必要なスロット集合として最適なスロ
ット集合を素早く特定することができ、それによって、
ページをＤＡＳＤへ転送するために必要な処理時間を短
縮している。また、各々の集合記述子の長さをフルワー
ド１つ分の長さとしてあり、しかも１つのスロット割振
りバッファの中の全ての集合記述子を、連続したひとま
とまりのブロックの中に記憶させているため、スロット
割振りバッファの内容を調べるために行なうメモリから
キャッシュへの転送を１回行なうだけで、１つのスロッ
ト割振りバッファの全体の内容を調べられるようになっ
ている。

【００１８】以下の説明は、割振りプロセスの説明であ
る。この割振りプロセスの開始時には、先ずオペレーテ
ィング・システムの１つの機能が、主記憶装置の中の空
きスペースの量が所定のレベル以下に割り込んだことを
検出して、ブロック・ページアウト・ルーチン１５０へ
警告を発する。この警告を受け取ったブロック・ページ
アウト・ルーチン１５０は、それに応答して、複数のペ
ージから成る１つのページ・グループを特定する。その
ページ・グループを構成しているそれら複数のページ
は、仮想記憶によって表示されており、現在、主記憶装
置の中に格納されており、しかも、かつて互いに略々同
時刻にアクセスされたページである。続いてブロック・
ページアウト・ルーチン１５０は、スロット割振りルー
チン１５５をコールする。このコールには、そのページ
・グループを格納するために必要なだけの個数のＤＡＳ
Ｄ内のスロットを割り振ることを求める割振り要求が付
随する。この割振り要求には更に、スロット割振りルー
チン１５５が、ＤＡＳＤのスロットを割り振った後にそ
の割り振ったスロットのアドレスを憶させておくため
の、主記憶装置内の記憶位置も含まれている。割り振ら
れたスロットのアドレスがその記憶位置に記憶されたな
らば、ブロック・ページアウト・ルーチン１５０が、そ
のアドレス情報を参照することによって、入出力サブシ
ステム１６２へ指示を発してデータをＤＡＳＤ１６０へ
物理的に書き込ませることができるようになる。

【００１９】本発明に係る割振りプロセスは更に、次の
ような場合のオーバーヘッドが大幅に軽減されるという
利点をも併せ持っている。そのオーバーヘッドとは、あ
るユーザ／アプリケーション・プログラムの仮想記憶の
中に格納してあるページを、そのユーザ／アプリケーシ
ョン・プログラムが参照しようとしたときに、その参照
しようとしたページ（以下、参照ページという）が、か
つてスロット割振りルーチン１５５によって割り振られ
たＤＡＳＤの記憶位置に書き込まれていたものである場
合の、その参照に関わるオーバーヘッドである。即ち、
この場合には、仮想記憶マネージャの中のブロック・ペ
ージイン・ルーチン１５８が、その参照ページと、かつ
てその参照ページと共にＤＡＳＤの中へ書き出されたそ
の他全てのページとを、合わせて主記憶装置の中へ読み
戻すことを求める要求を発するようにしている。ここ
で、それら他のページをも併せて主記憶装置の中へ読み
戻すようにする理由は、そのユーザ／アプリケーション
・プログラムが、その参照ページに関連したページであ
る可能性が高いそれら他のページをも、間もなく参照す
るであろうと推定されるからである。その参照ページ
と、それら他のページとは、連続した複数のスロットか
ら成る１つのスロット集合の中に格納されている可能性
が高いことから、こうすることによって、その読み戻し
プロセスにおける入出力操作の回数、ヘッドの径方向移
動量、及びディスクの回転量を、大幅に少なくすること
ができるのである。

【００２０】図３〜図１０は、スロット割振りルーチン
１５５が実行する処理を示したフローチャートである。
スロット割振りルーチン１５５は、割振り要求を受け取
ったならば（図３のステップ５０４）、フラグをセット
する（ステップ５１０）。このフラグは、その割振り要
求に応えて割り振るための最適のスロット集合を特定す
るために、カレント・スロット割振りバッファを対象と
した第１回パスのサーチを実行中であることを表示する
フラグである。もし受け取ったその割振り要求が、初期
プログラム・ロードを行なって以来、初めて発せられた
割振り要求であったならば、その割振り要求を受け取っ
た時点では、（その割振り要求に応えるための）「カレ
ント」スロット割振りバッファは未だ存在しておらず、
従ってスロット割振りバッファ内の集合記述子も存在し
ていなければ（判断ステップ５１４）、カレント・エク
ステントすら存在していない。スロット割振りバッファ
を生成するためには、その前に先ず、カレント・エクス
テントを選択する必要がある。スロット割振りルーチン
１５５は、カレント・エクステントを選択するために、
アドレスが他のエクステントのものと比べて最も小さな
エクステントを最初に調べる（判断ステップ５１４及び
ステップ９１０）。以下の説明は、カレント・エクステ
ントを選択するプロセスの説明であり、この選択のプロ
セスは、初期プログラム・ロードを行なって以来、初め
ての割振り要求が発せられたときにも実行され、また、
後になって、それまでのカレント・エクステントでは割
振り要求に応えられなくなったときにも実行される。こ
の選択のプロセスにおいて、スロット割振りルーチン１
５５は、先ずステップ９１０（図７）で、最小のスロッ
ト・アドレスを含んでいるエクステントを、割振り要求
に応えるためのエクステントの候補として取り上げる。
サーチを実行したが、適当なスロット集合が発見できな
かったという結果を予め回避するために、スロット割振
りルーチン１５５は、サーチするエクステントとして、
殆ど空の状態のエクステントを優先するようにしてい
る。そのため、最初に候補として取り上げたそのエクス
テントの空きの割合を調べ、その空きが７０％以上であ
ったならば（判断ステップ９１４）、その他のエクステ
ントを調べることなく即座に、その最初のエクステント
を割振り要求に応えるためのカレント・エクステントと
して選択し、続いて小断片フラグをリセットして、その
エクステントに対応したスロット割振りバッファの中に
小断片が表示されないようにする（ステップ９４０）。
この後、処理の流れは、そのエクステントに対応したス
ロット割振りバッファを初期化する作業（ステップ９５
０）へ進むが、それについては後に説明する。一方、そ
のエクステントの空きが７０％以上でなかったならば、
スロット割振りルーチン１５５は、そのエクステント
が、それまでに調べたエクステントのうちで最も空きの
割合の高いエクステントであるか否かを判定し（判断ス
テップ９１８）（最初に候補として取り上げたエクステ
ントについてこの判断ステップ９１８を実行したときに
は、この判定結果は必ず真である）、その判定結果が真
であったならば、そのエクステントのアドレスをセーブ
する（ステップ９２２）。続いて、そのエクステントが
ＤＡＳＤ内の最後のエクステントでなければ（判断ステ
ップ９２６）、続く次のエクステントを、割振り要求に
応えるためのエクステントの候補として取り上げ（ステ
ップ９３０）、そして、ステップ９１４以降のプロセス
を反復して実行する。そのプロセスを反復して実行して
いるうちに、空きが７０％以上のエクステントに遭遇し
たならば、そのエクステントを、割振り要求に応えるた
めのエクステントとして選択して、その反復実行を終了
し、処理の流れはステップ９５０へ向かう。後に説明す
るように、ステップ９５０は、エクステントを初期化す
るサブルーチンを開始するステップであり、エクステン
トの初期化とは、実際のサーチを実行するための準備作
業としてスロット割振りバッファを作成することであ
り、実際のサーチが開始されるのは、判断ステップ５１
４（図３）からである。一方、空きが少なくとも７０％
あるエクステントを最後まで発見できなかった場合に
は、最も空きの割合の高いエクステントを、割振り要求
に応えるためのエクステントとして選択する（ステップ
９３４）。そして、その選択したエクステントの空きの
割合が２０％以上であったならば（判断ステップ９３
８）、ステップ９５０へジャンプする。一方、その選択
した最も空きの割合の高いエクステントの空きの割合が
２０％未満であったならば、小断片フラグをセットして
小断片の選択を可能にした後に（ステップ９４２）、ス
テップ９５０へ処理を進める。

【００２１】ステップ９５０（図８）では、カーソルを
初期化し、即ち、選択したエクステントに対応したビッ
ト・マップの中の先頭のビットの位置へカーソルを移動
し、また、スロット割振りバッファの中のヘッダーを
「ゼロ」にセットして、現時点ではキューの中に入れら
れている集合記述子が１つも存在していないことを表示
する。続いてスロット割振りルーチン１５５は、補充サ
ブルーチン９５４（補充サブルーチンの詳細は図９に示
してある）をコールして、補充サブルーチンに、最初の
集合記述子に対応したスロット割振りバッファの中のア
ドレスを与える。補充サブルーチンは、あるエクステン
トに対応したビット・マップに基づいて、そのエクステ
ントに対応したスロット割振りバッファの集合記述子を
作成する作業を担当するサブルーチンである。補充サブ
ルーチンは、コールされたならば、それに応答して、そ
のエクステントに対応したビット・マップを、そのビッ
ト・マップのカーソルが指定しているビットから始めて
スキャンをして行き、「ゼロ」ビットを発見するか、或
いはビット・マップの終了点に達した時点で、そのスキ
ャンを終了する（ステップ１０１０）。「ゼロ」ビット
は、使用可能なスロットを表わしている。もし、「ゼ
ロ」ビットを発見することなく、そのスキャンがビット
・マップの終了点に達したならば（ステップ１０１
４）、戻りコードを「非ゼロ」にセットすることによっ
て不成功を表示した上で（ステップ１０４４）、コール
元のプログラムへリターンする。一方、そのスキャンが
ビット・マップの終了点に達しないうちに「ゼロ」ビッ
トを発見した場合には、その発見した「ゼロ」ビットか
ら始めて２度目のスキャンを実行する（ステップ１０１
８）。この２度目のスキャンは、「非ゼロ」ビットを発
見するか、或いはそのシリンダの終了点に達したならば
終了する。この２度目のスキャンの長さは、複数の可用
連続スロットから成るそのスロット集合の長さ（大き
さ）を表わすものである。続いて、そのスロット集合の
長さを算出し、それには、２度目のスキャンで発見した
「非ゼロ」ビットの記憶位置から、最初のスキャンで発
見した「ゼロ」ビットの記憶位置を差し引く減算を行な
えば良い（ステップ１０２６）。続いて、小断片の使用
が許可されていることを表わすフラグ（小断片フラグ）
がセットされているか（判断ステップ１０３０）、或い
は、算出した長さが中断片に相当する長さ以上であるか
（判断ステップ１０４０）の、いずれかであったなら
ば、そのスロット集合の開始記憶位置、終了記憶位置、
及び長さを、カレント集合記述子として格納し（ステッ
プ１０３４）、戻りコードを「ゼロ」にセットして成功
を表示した上で、この補充サブルーチンからコール元プ
ログラムへリターンする。一方、それら２つの判断のい
ずれにも該当しなかった場合（即ち、小断片フラグがセ
ットされておらず、しかも、そのスロット集合の長さが
小断片に相当する短いものであった場合）には、このプ
ロセスはステップ１０１０へ戻り、次のスロット集合を
求めて、ビット・マップのサーチを再び実行する。尚、
補充サブルーチンからコール元プログラムへリターンし
たときに、戻りコードが「ゼロ」にセットされていたな
らば、それは、集合記述子の補充に成功したことを表わ
している。そのため、スロット割振りルーチン１５５
は、その集合記述子をキューの中に追加して、スロット
割振りバッファの中の末尾の集合記述子とする（ステッ
プ９６４）。続いてスロット割振りルーチン１５５は、
スロット割振りバッファが満杯であるか否かを判定する
（判断ステップ９７０）。もしそれが満杯でなかったな
らば、補充サブルーチン９５４を再び以上のようにして
実行して、更に次の空の集合記述子の位置に集合記述子
を補充する。以上のプロセスは、上述の基準（中断片以
上に相当する長さでなければならないという基準）に適
ったスロット集合が発見されなくなるか、或いはスロッ
ト割振りバッファが満杯になるまで、反復して実行す
る。そして、それらのいずれかになったならば、処理の
流れはステップ５１４へ進み、このステップにおいて、
スロット割振りバッファをサーチして、割振り要求に応
える（即ち、要求された記憶位置を割り振る）ようにす
る。ここで説明を判断９６０に戻して、補充サブルーチ
ン９５４を実行した結果、集合記述子の補充に成功しな
かったならば、処理の流れはステップ５１４へ進み、既
にキューの中に入れられている集合記述子のサーチを実
行する。この場合には、スロット割振りバッファには、
定数一杯までの集合記述子は補充されていない。

【００２２】スロット割振りルーチン１５５は、以上の
ようにして、割振り要求に応えるためのエクステントの
選択と、そのエクステントに対応したスロット割振りバ
ッファへの集合記述子の補充とを行なったならば、続い
て、そのスロット割振りバッファのヘッダーの中の第１
ポインタが指し示している集合記述子である、先頭の集
合記述子（集合記述子であるから、１つのスロット集合
に対応している）を読み取る（ステップ５２２）。第１
回パスを実行している間は、複数の可用連続スロットか
ら成るスロット集合のうちで、割振り要求が求めている
大きさと完全に同一の大きさか、或いはそれより大きな
スロット集合だけを考慮対象とするようにしている（判
断ステップ５２６から右方へ出ている分岐路と、下方へ
出ている分岐路）。これは、割振り要求の大きさの全体
を１つのスロット集合でまかなわせるようにし、それに
よって、その割振り要求に関する書き込み動作の全てを
１回の入出力操作で完了できるようにすることを目指し
ているのである。それゆえ、キューの中の集合記述子の
うちに、割振り要求の大きさより小さなスロット集合を
表わしている集合記述子があったならば、判断ステップ
５２６（図３）から、その左方への分岐路をたどって判
断ステップ８１０（図６）へ進み、更にその判断ステッ
プ８１０から（第１回パスの実行中であるため）すぐに
判断ステップ５４２（図３）へ進み、この判断ステップ
５４２において、その集合記述子がキューの中の最後の
集合記述子であるか否かを調べる。もしその集合記述子
がキューの中の最後の集合記述子ではなかったなら、そ
れに続く次の集合記述子を選択する（ステップ５４
６）。

【００２３】再び説明を判断ステップ５２６へ戻して、
もし、スロット割振りバッファの中の先頭の集合記述子
によって表わされているスロット集合の大きさが、割振
り要求の大きさと完全に同一であったならば、その他の
スロット集合については調べることなく即座に、そのス
ロット集合を、割振り要求に応えるためのスロット集合
として選択する（判断ステップ５２６、及び図４のステ
ップ６１０）。これは理想的な状況であり、なぜなら
ば、この状況では、割振り要求の大きさの全てを１つの
スロット集合でまかなえる（入出力操作が１回で済む）
ことに加えて、ＤＡＳＤ内に可用スロットの更なる断片
が発生することもないからである。続いて、そのスロッ
ト集合を選択したこと（即ち、割り振ったこと）に付随
して必要となったビット・マップの更新を行ない、その
スロット集合に包含されていた（今や割り振られた）ス
ロットが、もはや可用状態ではなく、非可用状態にある
ことを、ビット・マップで表示するようにし（ステップ
６１２）、そして、選択した行エントリ（即ち、集合記
述子）をキューから取り除き（ステップ６１４）、更
に、補充サブルーチンをコールする（ステップ６１
８）。コールされた補充サブルーチンは、カレント・エ
クステントに対応したビット・マップを参照して、スロ
ット割振りバッファにそれまで表示されていなかった、
その次の大断片または中断片のスロット集合を特定し
て、そのスロット集合を表わす集合記述子を、スロット
割振りバッファに包含させることを試みる。もし実際
に、この基準に適ったスロット集合が存在していたなら
ば（判断ステップ６２２）、そのスロット集合を表わす
集合記述子を、スロット割振りバッファ内の集合記述子
のキューの末尾に加える（ステップ６２６）。ここで、
その新たな記述子をキューの末尾に加えるようにしてい
るのは、集合記述子の論理順序を、エクステント内の物
理アドレスの順序にするためである。一方、基準に適っ
たスロット集合が存在していなかった場合には、スロッ
ト割振りバッファの一部を空き状態のままにしておくこ
とになるが、この状態でもスロット割振りバッファは有
効である。続いて、制御をブロック・ページアウト・ル
ーチンへ返すが、その際には、割り振った記憶位置（即
ち、割り振ったスロット）の実アドレスを併せてブロッ
ク・ページアウト・ルーチンへ返す（ステップ５５
８）。ブロック・ページアウト・ルーチンは、これに応
答して、入出力サブシステム１６２へ命令を発し、その
割振り要求に関するページ・グループをＤＡＳＤ１６０
の中へ実際に書き込ませる。

【００２４】再び説明を図３の判断ステップ５２６へ戻
し、もし、カレント・スロット集合の大きさ（長さ）
が、割振り要求の割振り大きさ（長さ）よりも大きかっ
た（長かった）ならば、スロット割振りルーチン１５５
は、そのスロット集合のうち、割振り要求の大きさを超
えている分の大きさが、大断片に相当する大きさ（即
ち、後刻発生するであろう割振り要求の殆どに応えられ
るだけの大きさ）か否かを判定する（判断ステップ５３
０）。そして、そのスロット集合の大きさが、割振り要
求の大きさよりも、大断片に相当する大きさ分だけ大き
かったならば、そのスロット集合の中の複数のスロット
のうち、そのスロット集合の先頭の方から、割振り要求
の大きさに等しい個数のスロットを選択し、選択したそ
れらスロットをもって、割振り要求に応えるようにする
（ステップ５５０）。続いて、ビット・マップを更新し
て（ステップ５５２）、選択したスロットが非可用状態
になったことを表示させ、そして、その集合記述子の、
開始点フィールドと長さフィールドとを更新して、選択
したスロットを除いた残りのスロットから成る残余の大
断片を表すようにする（ステップ５５４）。続いて、制
御をブロック・ページアウト・ルーチンへ返すが、その
際には、割り振った記憶位置（即ち、割り振ったスロッ
ト）の実アドレスを併せてブロック・ページアウト・ル
ーチンへ返す（ステップ５５８）。ブロック・ページア
ウト・ルーチンは、これに応答して、入出力サブシステ
ム１６２へ命令を発し、その割振り要求に関するページ
・グループをＤＡＳＤ１６０の中の割り振られたそのア
ドレスへ実際に書き込ませる。

【００２５】再び説明を判断ステップ５３０へ戻して、
もし、カレント・スロット集合の大きさが、大断片を残
さないようなものであったならば、スロット割振りルー
チン１５５は、そのスロット集合が、最小の断片を残す
ものであるか否かを判定する（判断ステップ５３４）。
もしそのとき調べている集合記述子が、キューの中の先
頭の集合記述子であったならば、スロット割振りルーチ
ン１５５は、この判断ステップ５３４において、カレン
ト・スロット集合は、最小の断片を残すものと判定する
ことになり、続いて、その行エントリのアドレスを後の
使用に備えてセーブしておく（ステップ５３８）。尚、
ここでは、スロット割振りバッファの中に更に別の集合
記述子が含まれているものと想定しており（判断ステッ
プ５４２）、そのためスロット割振りルーチン１５５
は、続く次のスロット集合を調べる作業に取りかかり
（ステップ５４６）、以上に説明した比較を再度実行す
ることによって、この「続く次のスロット集合」の大き
さが、割振り要求の大きさと同一の大きさであるか否か
を判定したり（判断ステップ５２６）、割振り要求の大
きさより大断片分大きいものであるか否かを判定したり
する（判断ステップ５２６及び５３０）。これら２つの
判定のうち、いずれか一方の判定結果が肯定的であった
ならば、上述のごとく、処理の流れはステップ６１０ま
たはステップ５５０へ進む。このようにしている理由
は、これら２種類のスロット集合のいずれかを選択する
ことは、これらいずれにも該当しないスロット集合（即
ち、大断片を残さないスロット集合）を選択するより
も、優れた選択だからである。ここで、判断ステップ５
２６及び判断ステップ５３０の、いずれの判定の結果も
肯定的ではなかった場合について説明すると、その場合
には、スロット割振りルーチン１５５は、上記の「続く
次のスロット集合」が、最初のスロット集合より更に小
さな断片を残すものであるか否かを判定する（判断ステ
ップ５３４）。もしそうであったならば、この「続く次
のスロット集合」の集合記述子のアドレスを、最初の集
合記述子のアドレスの代わりにセーブする（ステップ５
３８）。以上のループは、判断ステップ５２６におい
て、割振り要求が求めている大きさと全く同一の大きさ
のスロット集合に遭遇したと判定された場合と、判断ス
テップ５３０において、割振り要求の大きさより大断片
分大きいスロット集合に遭遇したと判定された場合と
に、その反復を終了するが、それらいずれの判定もなさ
れなければ、スロット割振りバッファの中の最後の集合
記述子を調べてしまうまで反復して実行することにな
る。そして、スロット割振りバッファの中の最後の集合
記述子を調べ終っても、完全に同じ大きさのスロット集
合も発見されず、また大断片を残すようなスロット集合
も発見されなかった場合には、スロット割振りルーチン
１５５は、最小断片を残すことになるスロット集合を表
わすエントリ（集合記述子）があるか否かを判定する
（ステップ７１０）。もしそのエントリがあったなら
ば、その集合記述子をカレント集合記述子とする（ステ
ップ７１２）。続いて、そのカレント集合記述子に対応
したスロット集合について、その残余断片の大きさが小
断片になると判定されたならば（判断ステップ７１
４）、スロット割振りルーチン１５５は、ステップ６１
０〜６３０を実行して、そのスロット集合の先頭の、割
振り要求の大きさに相当する個数のブロックを選択して
割振り要求に応える。続いて、その集合記述子をキュー
から取り除き、更に、スロット割振りバッファへの集合
記述子の補充を試みる。この場合には、その残余の小断
片を、この時点でスロット割振りバッファの中に集合記
述子によって表示するということはしない。それをしな
いようにしているのは、処理時間を節約するための一種
の最適化のための方策であり、即ち、この場合に残余の
小断片をスロット割振りバッファの中に表示するように
したならば、小断片の１つだけでまかなえる割振り要求
が発生する可能性が低いにもかかわらず、小断片を調べ
るために処理時間が消費されることになるからである。
更にこれによって、小断片を用いて応えるためには多数
の連続スロット集合が必要とされる割振り要求に、実際
に小断片を用いて応えてしまうという事態も回避されて
いる。一方、もしその残余断片が中断片ならば、先に説
明したステップ５５０〜５５４を実行することによっ
て、割振り要求に応え、対応したビット・マップを更新
し、そして、スロット割振りバッファ内の、その集合記
述子の中の開始アドレス情報と長さ情報とを更新する。

【００２６】再び説明を判断ステップ７１０（図５）に
戻して、もし、割振り要求の大きさよりも、中断片ない
し小断片に相当する分だけ大きなスロット集合に対応し
たエントリ（集合記述子）が、セーブされていなかった
ならば（更に、処理の流れがここまで進んできたときに
は、要求割振り大きさと完全に一致する大きさのスロッ
ト集合も存在しておらず、また、要求割振り大きさより
大断片分大きいスロット集合も存在していない）、その
割振り要求に単独で応えることができる大きさのスロッ
ト集合は存在していない。それゆえ、この場合には、ス
ロット割振りルーチン１５５は、同じスロット割振りバ
ッファを対象とした第２回パスの実行を開始し、その開
始に際してはフラグをセットして（ステップ７１５）、
これより実行するパスが、第１回パスではなく第２回パ
スであることと、その割振り要求に応えるためには、２
つ以上のスロット集合を使用せねばならないということ
とを表示する。続いて、スロット割振りルーチン１５５
の処理の流れはステップ５２２（図３）へ進み、更に判
断ステップ５２６（図３）と判断ステップ８１０（図
６）とを経由して、ステップ８１４（図６）へ進む。ス
テップ８１４では、スロット割振りルーチン１５５は、
キューの中の先頭の集合記述子を選択し、その集合記述
子に対応したスロット集合によって、要求割振り大きさ
のうちの一部分をまかなうようにする。続いて、要求割
振り大きさを、その先頭の集合記述子に対応したスロッ
ト集合の大きさに相当する分だけ減じる（ステップ８１
８）。続いて、スロット割振りルーチン１５５は、割振
り要求が満たされたかを判定すると共に、もし、満たさ
れていたならば、更に、中断片以上の大きさの残余があ
るかを判定する（判断ステップ８１９）。もし、割振り
要求が完全には満たされていなかったならば（先頭の集
合記述子に対応したスロット集合が単独では割振り要求
を満たすことができないのであるから、当然このように
判定されることになる）、スロット割振りルーチン１５
５は、ビット・マップを更新して、先頭の集合記述子が
表わしているスロット集合のスロットが非可用状態とな
ったことを表示させ（ステップ８２０）、続いて、先頭
にあったその集合記述子をキューから取り除く（ステッ
プ８２２）。続いてスロット割振りルーチン１５５は、
先に説明した補充サブルーチンをコールして、同じエク
ステントの中の、続く次のスロット集合をサーチして捜
し出す（ステップ８２６）。この補充に成功したならば
（判断ステップ８３０）、スロット割振りルーチン１５
５は、捜し出したその新たなスロット集合に対応した集
合記述子を、スロット割振りバッファ内のキューの末尾
に加える（ステップ８３４）。続いてスロット割振りル
ーチン１５５は、割振り要求が満たされているかを判定
し（判断ステップ８４０）、もし満たされていなかった
ならば、次の行エントリについて、以上の処理を反復し
て実行し（この場合には、処理の流れは図３のステップ
５２２へ進み、更に、判断ステップ５２６（図３）と判
断ステップ８１０（図６）とを経由して反復する）、そ
れによって、残っている割振り要求を満たすようにす
る。この反復において、１つのスロット集合を選択する
ごとに、割振り要求の大きさをその分だけ減じて行き、
最終的には、割振り要求の要求割振り大きさの全てに対
して割振りがなされ、割振り要求が完全に満たされる。
そして、割振り要求が完全に満たされた時点において、
残余断片として、中断片ないし大断片が残っていたなら
ば、スロット割振りルーチン１５５の処理の流れは、先
に説明したステップ５５２へ進む（図６の判断ステップ
８１９）。一方、割振り要求に応えるために最後に用い
たスロット集合の大きさが、そのときに残っていた割振
り要求の要求割振り大きさと完全に同一の大きさであっ
た場合と、その最後の割振りの結果残された残余断片が
小断片であった場合とには、処理の流れは、先に説明し
たステップ５５８へ向かう（判断ステップ８４０）。

【００２７】再び説明を判断ステップ８３０（図６）へ
戻し、もし、補充サブルーチンの実行が不成功に終わ
り、しかも、割振り要求が満たされていなかったならば
（判断ステップ８３１）、スロット割振りルーチン１５
５の処理の流れは、判断ステップ５１４（図３）へ進
み、そこで、カレント・スロット割振りバッファの中
に、続く次の集合記述子が存在していると判定されたな
らば、その集合記述子に対応したスロット集合を使用す
るようにし（判断ステップ５１４、ステップ５２２、及
び判断ステップ５２６）、一方、カレント・スロット割
振りバッファの中には、続く次の集合記述子がもはや存
在していないと判定されたならば、ステップ９１０以下
の処理を実行することによって、別のエクステントの選
択を行なう。これは、カレント・エクステントの中に
は、使用するのに適したスロット集合がもはや存在して
いないため、別のエクステントを使用して割振り要求に
応えるということである。このステップ９１０から始ま
るルーチンは、カレント・エクステントの中に、スロッ
ト割振りバッファによって表示されるスロット集合が存
在しなくなったならば、その都度呼び出される。また、
現在の割振り要求ないし後続の割振り要求を満たすため
にスロット割振りルーチン１５５がサーチを行なう対象
とすべきエクステントを、このステップ９１０以下のル
ーチンを実行して選択する際に、その候補として取り上
げるエクステントは、以前のエクステントに隣接したエ
クステントとするようにしており、それによって、読み
書きヘッドの径方向移動量を、できるだけ少なくするよ
うにしている。

【００２８】再び説明を判断ステップ８３１に戻して、
もしこの判断ステップ８３１において、割振り要求が満
たされていると判定されたならば、（集合記述子を補充
しようとして果たせなかったところの）カレント集合記
述子をキューから取り除いた後に、処理の流れはステッ
プ５５８へ進む。

【００２９】以上、本発明の実施例にかかるコンピュー
タ・システムと、プロセスと、プログラミングとを開示
した。ただし、ここに開示した実施例は、本発明の範囲
から逸脱することなく改変及び要素の代替を施し得るも
のである。例えばスロット割振りルーチンは、以上に説
明した実施例のように、仮想記憶マネージャからの割振
り要求に応えてスロットを割り振るばかりでなく、デー
タ・ベース・マネージャからの、レコードを格納するた
めの記憶位置の割振り要求に応えて、スロットを割り振
るものとすることも可能である。従って、以上の開示
は、あくまでも本発明を例示するものであって、本発明
が以上の開示に限定されるというものではない。

【００３０】

【発明の効果】本発明によれば、ＤＡＳＤにデータを書
き込むのに要する入出力操作の回数を少なくできる。ま
た、ＤＡＳＤ内の可用記憶位置を有効に活用することも
できる。更に、ＤＡＳＤのデータにアクセスする際の読
み書きヘッドの径方向移動量とディスクの回転量を低減
することもできる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を組み込んだコンピュータ・システムの
ブロック図である。

【図２】各エクステントの中に存在する連続したスロッ
トから成る使用可能なスロット集合の記憶位置と大きさ
とを表示するためのバッファとして構成した、図１のコ
ンピュータ・システムの中のスロット割振りバッファの
模式図である。

【図３】主記憶装置からＤＡＳＤへ書き出すデータを収
容させるためのＤＡＳＤの割振りを行なうルーチンとし
て構成した、図１のコンピュータ・システムの中のスロ
ット割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図４】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図５】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図６】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図７】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図８】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【図９】図１のコンピュータ・システムの中のスロット
割振りルーチンの、フローチャートの一部である。

【符号の説明】

１００ コンピュータ・システム １１０ ＣＰＵ １１５ 主記憶装置 １２０ エクステント・マップ １２５ ビット・マップ １４０ オペレーティング・システム １５０ ブロック・ページアウト・ルーチン １５５ スロット割振りルーチン １６０ ＤＡＳＤ １６２ 入出力サブシステム １７０ 仮想記憶マネージャ・サブシステム １７５ スロット割振りバッファ

フロントページの続き (72)発明者 キャサリン・マリー・ロッシ アメリカ合衆国13760、ニューヨーク州 エンディコット、ジェーン・レーシ ー・ドライブ 33ビー (56)参考文献 特開 平４−77938（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−181121（ＪＰ，Ａ)

Claims (8)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ある指定長さのデータを記憶させるために
   直接アクセス記憶装置内の記憶位置を割り振る方法にお
   いて、 直接アクセス記憶装置内の、各々が連続した複数の可用
   記憶位置から成る記憶位置集合の夫々について、その記
   憶位置集合のアドレス及び長さを記録にするステップ
   と、 前記記録をサーチして、前記指定長さと同じ長さの記憶
   位置集合と、前記指定長さを超える分が所定の長さ以上
   の記憶位置集合とを特定することを試みるステップと、 前記サーチにおいて、前記指定長さと同じ長さの記憶位
   置集合の特定に成功したならば、特定に成功したその記
   憶位置集合を、前記データを記憶させるために割り振
   り、一方、前記指定長さと同じ長さの記憶位置集合の特
   定には成功しなかったが、前記指定長さを超える分が所
   定の長さ以上の記憶位置集合の特定に成功したならば、
   特定に成功したその記憶位置集合を、前記データを記憶
   させるために割り振るステップと、 を含んでいること、を特徴とする方法。
2. 【請求項２】 ある長さのデータを記憶させるために直
   接アクセス記憶装置内の記憶位置を割り振る方法におい
   て、 直接アクセス記憶装置を複数のエクステントに論理分割
   するテーブルを作成するステップと、 前記複数のエクステントの各々について、そのエクステ
   ントの中の可用記憶位置の割合または量を前記テーブル
   の中に記録するステップと、 前記テーブルに表示されている前記複数のエクステント
   の各々に対応した個別のビット・マップであって、それ
   らビット・マップの各々が、そのビット・マップに対応
   したエクステントの中の、どの記憶位置が可用状態にあ
   り、どの記憶位置が非可用状態にあるかを表示するよう
   にした、ビット・マップを作成するステップと、 前記テーブルに表示されている前記複数のエクステント
   のうちの１つのエクステントを、それらエクステントの
   中の可用記憶位置の割合または量に基づいて、前記長さ
   を有する前記データを記憶させるためのエクステントと
   して選択するステップと、 選択したエクステントの中の、各々が連続した複数の可
   用記憶位置から成る記憶位置集合の夫々について、その
   記憶位置集合の位置及び長さの記録を作成するステップ
   と、 前記記録をサーチして、前記記憶位置集合のうちの１つ
   またはそれ以上の記憶位置集合を、前記長さのデータを
   収容するための記憶位置として特定するステップと、を
   含んでいること、を特徴とする方法。
3. 【請求項３】ある指定長さのデータを記憶させるために
   直接アクセス記憶装置内の記憶位置の割振りを行なう、
   コンピュータ・システムにおいて、 直接アクセス記憶装置内の、各々が連続した複数の可用
   記憶位置から成る記憶位置集合の夫々について、その記
   憶位置集合のアドレス及び長さを判定する手段と、 前記アドレス及び長さをサーチして、前記指定長さと同
   じ長さの記憶位置集合である第１種の記憶位置集合と、
   前記指定長さを超える分が所定の長さ以上の記憶位置集
   合である第２種の記憶位置集合とを特定することを試み
   る、サーチ手段と、 前記指定長さと同じ長さの記憶位置集合の特定に成功し
   たときに、その特定に成功したことに応答して、特定に
   成功したその第１種の記憶位置集合を、前記データを記
   憶させるために割り振り、且つ、前記指定長さと同じ長
   さの記憶位置集合の特定には成功しなかったが、前記指
   定長さを超える分が所定の長さ以上の記憶位置集合の特
   定に成功したときに、その特定に成功したことに応答し
   て、特定に成功したその第２種の記憶位置集合を、前記
   データを記憶させるために割り振る、割振り手段と、 を備えたこと、を特徴とするコンピュータ・システム。
4. 【請求項４】 前記サーチ手段が、同一のエクステント
   の中に位置する記憶位置集合のサーチを最初に行なうよ
   うにしたものであること、を特徴とする請求項３記載の
   コンピュータ・システム。
5. 【請求項５】 前記サーチ手段が更に、サーチした他の
   記憶位置集合と比較して前記指定長さを超える分の長さ
   がより短い連続した可用の記憶位置の集合である第３種
   の記憶位置集合を特定することを試みるようにしてあ
   り、且つ、前記指定長さと同じ長さの記憶位置集合を特
   定しようとするサーチと、前記指定長さよりも、前記直
   接アクセス記憶装置内に後刻記憶させることになる様々
   な長さのデータのうちの殆どのものに対応できる長さ分
   だけ長い記憶位置集合を特定しようとするサーチとの、
   両方が不成功であったときに、該第３種の記憶位置集合
   を割り振るようにしてあること、を特徴とする請求項３
   記載のコンピュータ・システム。
6. 【請求項６】 アドレス及び長さを記録した記憶位置集
   合を、直接アクセス記憶装置のアドレスの順序でキュー
   に入れておくようにしてあること、を特徴とする請求項
   ３記載のコンピュータ・システム。
7. 【請求項７】 ある長さのデータを記憶させるために直
   接アクセス記憶装置内の記憶位置の割振りを行なう、コ
   ンピュータ・システムにおいて、 直接アクセス記憶装置を複数の領域に論理分割するテー
   ブルを作成する手段と、 前記複数の領域の各々について、その領域の中の可用記
   憶位置の割合または量を前記テーブルの中に記録する手
   段と、 前記テーブルに表示されている前記複数の領域の各々に
   対応した個別のビット・マップであって、それらビット
   ・マップの各々が、そのビット・マップに対応した領域
   の中の、どの記憶位置が可用状態にあり、どの記憶位置
   が非可用状態にあるかを表示するようにした、ビット・
   マップを作成する手段と、 前記テーブルに表示されている前記複数の領域のうちの
   １つの領域を、それら領域の中の可用記憶位置の割合ま
   たは量に基づいて、前記長さのデータを収容するための
   領域として選択する手段と、 選択した領域の中の、各々が連続した複数の可用記憶位
   置から成る記憶位置集合の夫々について、その記憶位置
   集合の位置及び長さの記録を作成する手段と、 前記記録をサーチして、前記記憶位置集合のうちの１つ
   またはそれ以上の記憶位置集合を、前記長さのデータを
   収容するための記憶位置として特定する手段と、を備え
   たことを特徴とするコンピュータ・システム。
8. 【請求項８】 前記記録及び前記複数のビット・マップ
   のうちの対応するビット・マップに更新を施して、前記
   １つまたはそれ以上の記憶位置集合を前記長さのデータ
   を収容するための記憶位置として特定した後に、該１つ
   またはそれ以上の記憶位置集合ないしその一部がもはや
   可用状態ではないことを表示させる手段を備えたこと、
   を特徴とする請求項７記載のコンピュータ・システム。