JP3469383B2 - データ先読み制御方法及び情報処理装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ランダムアクセス
可能な二次記憶装置を有する電子計算機システム（情報
処理装置）において、前記二次記憶装置に格納されたフ
ァイルデータ等の先読み制御に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在の電子計算機システムにおいては、
主記憶装置とハードディスク（ＨＤ）などの二次記憶装
置のアクセス速度には大きな差がある。一般に、ファイ
ルデータはＨＤなどの二次記憶装置に格納され、これを
アクセスする場合は、一旦、主記憶装置へ読み込む必要
がある。ファイルアクセスのオーバヘッドの大部分は、
この二次記憶装置から主記憶装置へのデータ転送による
ものである。このオーバヘッドを軽減するため、従来
は、二次記憶装置上のファイルデータがアプリケーショ
ンプログラム（ＡＰ）によりシーケンシャルにアクセス
されている場合に限り、最後に読み込んだブロックの次
の１ブロック分のデータだけ、オペレーティングシステ
ム（ＯＳ）が予め二次記憶装置から主記憶装置へ転送す
る先読みの手法を用いていた。これによれば、ＡＰが次
のブロックのリード要求を発行する時点では、既に二次
記憶装置から主記憶装置へ該当ブロックのデータ転送が
開始されており、ファイルアクセスを高速化することが
できる。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術は、シー
ケンシャルアクセス以外の先読みという点において配慮
されておらず、シーケンシャルアクセス以外の、いわゆ
るファイルデータ等を不連続にアクセスするランダムア
クセスでは著しく性能が低下するという問題があった。
本発明の目的は、従来ランダムアクセスと見なされてい
たアクセスパターンにおいても、データの先読みを可能
にし、ファイルデータアクセス等を高速化することにあ
る。

【０００４】また、上記従来技術では、１ブロックしか
先読みしておらず、二次記憶装置にハードディスクを用
いる場合、ディスクヘッドのシークや回転待ちが頻繁に
発生するという問題があった。本発明の目的は、かかる
ディスクヘッドのシークや回転待ちを減少させデータ転
送効率を向上させるにある。

【０００５】更に、本発明の他の目的は、先読みの予測
が外れて、先読みしたデータをアプリケーションプログ
ラムがアクセスしなかったときの損害を軽減することに
ある。また、本発明は、ＡＰからは従来のアクセス方法
と同様の手続きによりファイルデータ等の先読みが実行
可能であることを目的とする。

【０００６】

【課題を解決するための手段】ランダムアクセスとは、
ファイル等の連続していないオフセット中のデータをア
クセスすることで、決してすべてが無規則というわけで
はない。データベースなどを扱うアプリケーションプロ
グラム（ＡＰ）はランダムアクセスでありながら、何等
かの規則性をもっている場合が多い。

【０００７】そこで、本発明では、二次記憶装置に格納
されたデータを連続・不連続にアクセスするＡＰのデー
タアクセスパターンを、ＯＳにて解析して、近い将来ア
クセスされるデータブロックを予測し、当該ブロックの
データを二次記憶装置から主記憶装置へ先読みする。具
体的には、あるブロックのデータの二次記憶装置から主
記憶装置へのデータ転送処理（Ｉ／Ｏ処理）中に、先読
みするブロックのブロック番号をＩ／Ｏ処理待ちキュー
に登録しておき、前記あるブロックのＩ／Ｏ処理後に、
前記Ｉ／Ｏ処理待ちキューに登録されたブロック番号の
ブロックのデータをまとめてＩ／Ｏ処理する。

【０００８】高い確率で将来アクセスすると予測できる
データアクセスパターンに対して先読みを実施すること
により、先読みしたデータをＡＰがアクセスする時点で
既にデータは主記憶装置上に転送済みもしくは転送中と
いうことになる。それによって、ＡＰの二次記憶装置上
から主記憶装置上へのデータ転送待ち時間は短縮して、
ファイルアクセス等を高速化することができる。

【０００９】また、予測的中の確率が増加するにつれ
て、一回に先読みするデータ量を徐々に増加させる。一
回の先読みデータは、二次記憶装置上から一括して転送
されるため、ディスクの回転待ち時間とシーク時間が減
少し、ファイルアクセス等は高速化することができる。
さらに、低確率時は一回に先読みするデータ量が比較的
少ないため、予測が外れて先読みしたデータをＡＰがア
クセスしなかったときの損害を軽減することができる。

【００１０】また、ＡＰはＯＳにＲＥＡＤシステムコー
ルを発行することによってファイル，データ等を読み込
むが、ＲＥＡＤシステムコールのＡＰインタフェースを
変えることなく、ＯＳにて先読みを実現するため、ＡＰ
は従来のアクセス方法を変更する必要がない。

【００１１】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態の一実
施例について図面により詳細に説明する。

【００１２】図１は、本発明の一実施例のシステム全体
の概略構成図である。図において、中央処理装置（ＣＰ
Ｕ）１０、主記憶装置２０及びハードディスク（ＨＤ）
など二次記憶装置３０ではシステムバス４０に接続され
ている。主記憶装置２０上には、各種のアプリケーショ
ンプログラム（ＡＰ）２１、オペレーティングシステム
（ＯＳ）２２、ＡＰ用のバッファ（ＡＰバッファ）２
３、ＯＳが管理するバッファ（システムバッファ）２４
などが存在する。また、二次記憶装置３０にはディスク
キャッシュ機構３１が存在する。これらの構成は従来と
同様である。本発明に関係する構成は、ＯＳ２２の機能
の一つとして先読み制御のためのアクセスパターン解析
部２２０と、ＯＳ２２の該アクセスパターン解析部２２
０で使用するために、主記憶装置２０上にあらたに設け
た特定記憶領域２５である。後述するように、外部記憶
装置３０から先読みしたデータ（ブロック）は、ＯＳ２
２が管理するシステムバッファ２４に保持して、ＡＰ２
１からそのデータに対するＲＥＡＤシステムコールが発
行された時点で、システムバッファ２４からＡＰバッフ
ァ２３にコピーする。

【００１３】図２はシステムバッファの概念図である。
システムバッファはキューヘッドを先頭に複数のシステ
ムバッファがチェインされた構成になっている。システ
ムバッファは、ＡＰからのＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ要求あ
るいは後述するＯＳでの先読みＲＥＡＤ要求の発行時、
ＯＳにより割り当てられる。該システムバッファ１個
で、１ブロックのデータを保持する。１ブロックのサイ
ズは通常８Ｋバイトである。各システムバッファは、シ
ステムバッファのキューチェインポインタ、データ転送
の完了やアクセス種別（ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ）等を示
すフラグ、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ要求のブロック番号、
主記憶装置（メモリ）上の実際のデータ格納場所を示す
メモリアドレス等の情報を保持している。未割当てのシ
ステムバッファでは、フラグ、ブロック番号、メモリア
ドレス等は空である。このように、システムバッファ
は、実際にデータを格納する領域とその管理情報を格納
する領域の総称である。

【００１４】図３は特定記憶領域２５の構成例を示す図
である。特定記憶領域２５は、ＲＥＡＤブロック番号記
憶領域２５１と先読みブロック数記憶領域２５２を１組
として、Ｎ組の記憶領域を有している。ＲＥＡＤブロッ
ク番号記憶領域２５１には、ＡＰがＲＥＡＤ要求したブ
ロック番号を格納する。ここでいうブロックとは、二次
記憶装置からリードするデータの単位で、ここでは８Ｋ
Ｂである。また、ブロック番号とは、二次記憶装置に格
納されているファイルの先頭からのブロックの通し番号
（ブロックアドレス）である。ＡＰが更に連続したブロ
ックをＲＥＡＤ要求した場合は、ＲＥＡＤブロック番号
記憶領域２５１のブロック番号を該連続したブロック番
号に更新する。先読みブロック数記憶領域２５２には、
ＲＥＡＤブロック番号記憶領域２５１に格納されたブロ
ック番号のブロックをリードしたときに先読みしたブロ
ック数を格納する。従って、ある記憶領域内のＲＥＡＤ
ブロック番号記憶領域と先読みブロック数記憶領域は１
対１に対応している。特定記憶領域２５は、Ｎ組の記憶
領域を有しているため、ファイル中の連続していないブ
ロック番号を最大Ｎ個記憶することができ、その各々に
対応して先読みしたブロック数を記憶することができ
る。これにより、連続していないブロックのアクセス
（ランダムアクセス）において先読みを実行することが
でき、更に先読みブロック数を可変にすることができ
る。従来はＲＥＡＤブロック番号記憶領域が１つだけし
かなかったので、常にＡＰがＲＥＡＤ要求した最後のブ
ロック番号だけしか記憶できず、また、先読みブロック
数記憶領域をもたなかった。従って、連続したブロック
のアクセス（シーケンシャルアクセス）においてのみ先
読みが実行でき、また、先読みブロック数も１個だけで
あった。

【００１５】次に、本発明の先読みのアルゴリズムを、
図４のフローチャートで説明する。なお、先読みブロッ
ク数は最大８ブロックとする。

【００１６】図１において、ＡＰ２１がＲＥＡＤシステ
ムコールでブロック番号ＭのＲＥＡＤ要求を発行する
と、ＯＳ２２のアクセスパターン解析部２２０（以下、
単にＯＳという）は、特定記憶領域２５の各記憶領域に
おけるＲＥＡＤブロック番号記憶領域２５１のいずれか
にブロック番号Ｍ−１が登録されているか判定する（ス
テップ４０１）。登録されている場合は、今回のＲＥＡ
Ｄ要求は過去にＡＰ２１がＲＥＡＤしたブロックと連続
ブロックのアクセスなので、更に次の連続するブロック
も将来アクセスされる可能性が高いと予測して先読み処
理に移行する。まず、当該記憶領域のＲＥＡＤブロック
番号記憶領域２５１のブロック番号をＭ−１からＭに書
き換える（ステップ４０２）。次に、当該記憶領域のＲ
ＥＡＤブロック番号記憶領域２５１に対応した先読みブ
ロック数記憶領域２５２に登録されているブロック数が
８未満か判定する（ステップ４０３）。８未満であれ
ば、該先読みブロック数記憶領域２５２のブロック数に
１を加算する（ステップ４０４）。次に、ブロック番号
Ｍ＋１から該先読みブロック数記憶領域２５２に登録さ
れているブロック数分、先読みを実行する（ステップ４
０５）。当該先読みブロック数記憶領域２５２のブロッ
ク数が８に達していれば、ステップ４０４をスキップす
る。すなわち、先読みブロック数を徐々に増加させ最大
８ブロックまで先読みする。

【００１７】一方、いずれのＲＥＡＤブロック番号記憶
領域にもブロック番号Ｍ−１が登録されていない場合に
は、次にブロック番号Ｍが登録されているか判定する
（ステップ４０６）。登録されている場合は、過去のＲ
ＥＡＤシステムコールで同一ブロックをＲＥＡＤしてい
ることになり、その時点で先読み処理が実行されている
ので、今回は先読みしない（ステップ４０９）。また、
登録されていない場合は、今回のＲＥＡＤ要求は過去の
ＲＥＡＤシステムコールでＲＥＡＤしたブロックとの連
続性がないため、この場合も先読みはしない。ただし、
この場合は、特定記憶領域２５内の記憶領域の一番長く
更新されていないＲＥＡＤブロック番号記憶領域のブロ
ック番号をＭに書き換え（ステップ４０７）、当該記憶
領域のＲＥＡＤブロック番号記憶領域に対応した先読み
ブロック数記憶領域に０を登録する（ステップ４０
８）。

【００１８】二次記憶装置３０から先読みしたデータ
は、ＯＳ２２が管理するシステムバッファ２４に保持し
て、ＡＰ２１からそのデータに対するＲＥＡＤシステム
コールが発行された時点で、システムバッファ２４から
ＡＰバッファ２３にコピーする。システムバッファの数
には制限があるため、先読みしたシステムバッファは一
旦開放される。従って、先読みしたシステムバッファを
長時間、ＲＥＡＤシステムコールでＲＥＡＤしなければ
システムバッファが再利用され、先読みしたデータが消
滅する。すなわち、連続ブロックのＲＥＡＤであって
も、ブロックとブロックのアクセスの時間的間隔が空い
ている場合は先読みする価値がないため、一番長く更新
されていないＲＥＡＤブロック記憶領域を再利用するの
が妥当である。また、以上のことから、記憶領域２５の
記憶領域の数Ｎはシステムバッファの総数によって決定
される。先読みによって、過去に先読みしてまだアクセ
スされていないシステムバッファを再利用することは無
駄になるので、記憶領域の数としては、 記憶領域の数Ｎ ＝ システムバッファ数／先読みブロッ
ク数の最大値 が妥当である。なお、一番長く更新されていない記憶領
域の判定には、いわゆるＬＲＵアルゴリズムを利用すれ
ばよい。

【００１９】図５は、シーケンシャルアクセスにおい
て、本発明によるアクセスパターン解析アルゴリズムを
適用して先読みを実施した例である。便宜上、図５で
は、従来の場合も本発明と対比して示している。ここ
で、ブロック番号は二次記憶装置上のファイルの先頭か
らの通し番号、アクセス番号はＡＰがＲＥＡＤ要求した
ブロックの順序である。図５はシーケンシャルアクセス
の例であり、ファイルの先頭から順にＲＥＡＤシステム
コールで１ブロックずつＲＥＡＤするとしている。ＲＥ
ＡＤ要求ブロック番号は、ＡＰがＲＥＡＤ要求したブロ
ックの番号で、ここでは、１，２，３，４…である。先
読みブロック番号は、ＡＰがＲＥＡＤ要求を発行したと
きに先読みしたブロック番号で、従来と本発明の実施例
の場合を対比させてすべて挙げている。〈〉内のブロッ
ク番号は過去のＲＥＡＤ要求で既に先読み発行済みなの
で、先読みの対象にはならない。本発明では、ＡＰから
ＲＥＡＤ要求のあった次のブロックから最大８ブロック
先読みするので先読みブロック番号は重なってゆく。記
憶領域は、従来はＲＥＡＤブロック番号記憶領域が一個
だけであり、該記憶領域をＭで示す。一方、本発明で
は、記憶領域は、図３で説明したＲＥＡＤブロック記憶
領域２５１と先読みブロック数記憶領域２５２からな
り、これがＮ組ある。Ｍ１は、Ｎ組ある記憶領域の或る
一つを示している。記憶領域Ｍ、Ｍ１の内容は、当該Ｒ
ＥＡＤシステムコールでの更新後の値である。

【００２０】図５より、従来では常に次の１ブロックを
先読みしており、これに対して、本発明では、先読みブ
ロック数が１ブロックずつ増加し、実施例では最大８ブ
ロックになっているのがわかる。すなわち、シーケンシ
ャルアクセスにおいては、従来でも本発明でも先読みは
実施される。ただし、先読みブロック数が異なる。

【００２１】図６は、ランダムアクセスにおいて、本発
明によるアクセスパターン解析アルゴリズムを適用し先
読みを実施した例である。図６でも、従来の場合を本発
明と対比して示している。図６中の意味は図５と同じで
ある。ただし、記憶領域は本発明ではＭ１〜Ｍ３の３つ
を使用している。即ち、記憶領域は最大Ｎ組使用可能で
あるが、図６のランダムアクセスパターンでは３つで足
りる。

【００２２】図６に示すように、ランダムアクセスで
は、アクセス番号順にみるブロック番号は連続していな
い。但し、ファイルの一部分だけみると、アクセスした
ブロックが連続しているのがわかる。例えば、アクセス
番号１，４，７，１０，１３のＲＥＡＤアクセス要求で
ブロック１，２，３，４，５がアクセスされる。本発明
では、このようにランダムアクセスパターンに対して先
読みを実施することができるが、従来は全く先読みを実
施できない。

【００２３】図７は、図１のシステムを制御の層構成で
示した図である。本実施例では二次記憶装置にＨＤを使
用している。図７に示すように、システム全体はＡＰ、
ＯＳ、該ＯＳの一部のＨＤドライバのソフトウエアで構
成される制御と、二次記憶装置のＨＤのハードウエアで
構成される制御の、合わせて４つの層に分類できる。本
発明の最大の特徴は、ＯＳ層のアクセスパターン解析で
あり、これは図４から図６により説明した如くである。
その他の部分は、ＡＰが二次記憶装置からデータを読み
込むための従来からの構成である。

【００２４】ＡＰはＳＥＥＫシステムコール、ＲＥＡＤ
システムコールを発行する。ＳＥＥＫシステムコールは
ファイル中のアクセスするデータのオフセットを指定
し、ＲＥＡＤシステムコールはファイルデータを格納す
るＡＰバッファおよびデータ転送サイズを指定する。Ｏ
Ｓは、アクセスパターン解析、システムバッファ制御機
構およびＲＥＡＤ要求発行などを含む。アクセスパター
ン解析では、図４のフローチャートを実行して、ＡＰの
ファイルデータのアクセスパターンを解析し、先読み実
施の可否を予測する。さらに、先読みする場合は先読み
のデータ量を決定する。システムバッファ制御機構は、
二次記憶装置とＡＰバッファの中間に位置するシステム
バッファを制御する。即ち、二次記憶装置上のファイル
データを一旦システムバッファに読み込み、システムバ
ッファからＡＰバッファにコピーする。ＲＥＡＤ要求発
行では、ＡＰがＲＥＡＤ要求したデータブロック、およ
び、アクセスパターン解析で先読みの実施が予測された
場合、先読みのデータブロックのＲＥＡＤ要求をＨＤド
ライバに対して発行する。図２で説明したように、シス
テムバッファ１個では１ブロックのデータを保持でき
る。１ブロックのサイズは通常８ＫＢである。ＨＤドラ
イバは、二次記憶装置のＨＤを制御する部分で、ＨＤに
対してＯＳからＲＥＡＤ要求のあったデータブロックの
Ｉ／Ｏ要求を発行する。Ｉ／Ｏ要求とはここでは、ＨＤ
に対するデータ転送要求（ＨＤからシステムバッファへ
のデータ転送）を意味する。ＨＤドライバはブロックマ
ージ機能をもつ。ブロックマージ機能とは複数の物理的
に連続したブロックのＲＥＡＤ要求を一まとめにして、
ＨＤに対してＩ／Ｏ要求を発行する機能である。また、
ＨＤドライバはシステムバッファのキュー管理機能をも
つ。図２で説明したように、システムバッファは複数キ
ューイングされており、ＨＤドライバは、該キューへＩ
／Ｏ発行待ち、Ｉ／Ｏ処理完了等の登録を行う。

【００２５】ＨＤはファイルデータが格納されているデ
バイスであり、ディスクキャッシュ機構をもつ。ＨＤは
ディスクヘッドの位置決めをした後、データを一旦ディ
スクキャッシュにのせて、ディスクキャッシュからシス
テムバッファにデータ転送する。データ転送はＤＭＡ
（Ｄirect Ｍemory Ａccess）を使用するため、データ
転送中はＣＰＵは他の処理を平行して実行できる。ディ
スクキャッシュはＦＩＦＯ（Ｆirst Ｉn Ｆirst Ｏut）
になっており、システムバッファへデータを転送する
と、ＨＤドライバから次のＩ／Ｏ要求がなくとも連続す
る次のデータをディスクキャッシュ上にのせてゆく。た
だし、ディスクキャッシュ機構をもたないＨＤもある。
本発明はディスクキャッシュ機構の有無に関係なく効果
を発揮する。

【００２６】図８は、図７で説明した層構成におけるＲ
ＥＡＤシステムコールのファイルデータの流れを示した
ものである。ファイルデータはディスクトラック、ディ
スクキャッシュ、システムバッファ、ＡＰバッファの順
序で流れてゆく。図８は、ＡＰがＲＥＡＤシステムコー
ルでＡＰバッファ（２３１とする）に対して１ブロック
のＲＥＡＤを要求し、ＯＳがアクセスパターン解析の結
果４ブロックの先読みを実施した例である。

【００２７】ＯＳは、最初にシステムバッファ（２４１
とする）にＡＰからＲＥＡＤ要求のあったブロックの情
報を設定し（システムバッファの割当て）、ＨＤドライ
バにＲＥＡＤ要求を発行する。ＨＤドライバはシステム
バッファ（２４１）のＩ／Ｏ要求をＨＤに発行した後、
直ちにＯＳに制御を戻す。ＨＤは、ディスクヘッドの位
置決めをした後、ディスクトラック３０１のデータをデ
ィスクキャッシュ３１０に転送し、該ディスクキャッシ
ュ３１０からシステムバッファ２４１にデータをＤＭＡ
転送する。その間ＯＳは先読みのブロック情報を、ここ
ではシステムバッファ２４２からシステムバッファ２４
５に設定し、ＨＤドライバにＲＥＡＤ要求を発行する。
ＨＤドライバは、システムバッファ２４２からシステム
バッファ２４５のブロックをマージし、システムバッフ
ァ２４１のＩ／Ｏ処理終了がＨＤから通知されると、こ
のマージしたシステムバッファのＩ／Ｏ要求を一括して
ＨＤに発行する。そして、再びＯＳに制御が戻る。ＯＳ
はシステムバッファ２４１のデータをＡＰバッファ２３
１にコピーして、ＡＰバッファ２３１に対するＲＥＡＤ
システムコールはリターンする。その間、システムバッ
ファ２４２からシステムバッファ２４５のＩ／Ｏ処理
は、ＨＤ層によって平行して実行されている。

【００２８】次に、ＡＰが例えばＡＰバッファ２３２に
対するＲＥＡＤシステムコールを発行すると、システム
バッファ２４２のＲＥＡＤ要求は既にＡＰバッファ２３
１に対するＲＥＡＤシステムコールでＯＳが発行済みの
状態にある。従って、システムバッファ２４２のＲＥＡ
Ｄ要求発行は省略され、システムバッファ２４２のＩ／
Ｏ処理終了を待つだけでＲＥＡＤシステムコールはリタ
ーンする。ＡＰバッファ２３１に対するＲＥＡＤシステ
ムコールの発行とＡＰバッファ２３２に対するＲＥＡＤ
システムコールの発行が時間的に間隔がある場合、ＡＰ
バッファ２３２に対するＲＥＡＤシステムコールの発行
時にはシステムバッファ２４２のＩ／Ｏ処理は既に終了
し、システムバッファ２４２は開放されている。ただ
し、システムバッファの数は先読みしたシステムバッフ
ァ数より十分に大きいため、先読みしたシステムバッフ
ァが直ぐに他の目的で再利用されることはない。再利用
されていなければＯＳはシステムバッファからＡＰバッ
ファにデータ転送するだけでＲＥＡＤシステムコールを
リターンさせることができる。

【００２９】次にディスクキャッシュ３１０の役割を説
明する。システムバッファ２４１のＩ／Ｏ終了からシス
テムバッファ２４２のＩ／Ｏ発行までには僅かな時間的
な間隔があり、その間ディスクは僅かに回転する。その
ため、ディスキャッシュ３１０がない場合は、システム
バッファ２４２のデータを読み込むために１回転待つ必
要がある。ディスクキャッシュ３１０があると、システ
ムバッファ２４１のデータ転送に続き、システムバッフ
ァ２４２のデータも自動的にディスクトラック３０１か
らディスクキャッシュ３１０に転送されるため、１回転
待つことなく、ディスクキャッシュ３１０からシステム
バッファ２４２へデータ転送することができる。

【００３０】ＨＤドライバのブロックマージ機能は、デ
ィスクキャッシュ３１０がない場合に最大の効果を発揮
する。即ち、図８の例では、ディスクキャッシュ３１０
がない場合、１回転の待ちで済むが、ＨＤドライバのブ
ロックマージ機能がないと、システムバッファ２４２か
らシステムバッファ２４５は全て分割されたＩ／Ｏ処理
要求発行となるので、合計４回転待つことになる。

【００３１】図９と図１０に、ＲＥＡＤシステムコール
の全体のフローチャートを示す。ＲＥＡＤシステムコー
ル処理は、ＲＥＡＤシステムコールの延長での処理（ト
ップハーフ処理）とＩ／Ｏ処理終了時に通知される割り
込みの延長でのＨＤドライバ処理（ボトムハーフ処理）
に分かれる。Ｉ／Ｏ処理とは、ここではＨＤのハードウ
エアレベルでの処理を意味し、Ｉ／Ｏ処理終了とはＨＤ
からシステムバッファへのデータ転送が完了したことを
意味する。

【００３２】図９はトップハーフ処理のフローチャート
である。ＡＰがＲＥＡＤシステムコールでブロック番号
ＭにＲＥＡＤ要求を発行すると、ＯＳはシステムバッフ
ァのキューをサーチして、ブロック番号ＭのＩ／Ｏ処理
が既に完了しているか判定する（ステップ９０１）。完
了しているのは、ブロック番号Ｍが過去に先読みされて
いて、さらにシステムバッファ上に既にデータ転送済み
の場合であり、このときは直ちに先読み処理を実行す
る。完了していない場合は、次に、同様にシステムバッ
ファのキューをサーチして、ブロック番号ＭのＲＥＡＤ
要求が既にＯＳからＨＤドライバに発行されているか判
定する（ステップ９０２）。発行されているのは、ブロ
ック番号Ｍが過去に先読みされている場合であり、この
ときは直ちに先読み処理を実行する。発行されていない
のは、ブロック番号Ｍが過去に先読みされていない場合
であり、システムバッファを割り当て、ブロック番号Ｍ
のＲＥＡＤ要求をＯＳからＨＤドライバに発行する（ス
テップ９０３）。ＨＤドライバはＨＤがビジーか判定す
る（ステップ９０４）。ビジーとは、ＨＤが他のブロッ
クのＩ／Ｏ処理中であることを意味する。ビジーでない
場合はブロック番号ＭのＩ／Ｏ要求をＨＤドライバから
ＨＤに発行する（ステップ９０６）。ビジーの場合は、
Ｉ／Ｏ発行待ちキュー（Ｉ／Ｏ処理待ちキュー）にブロ
ック番号Ｍを登録する（ステップ９０５）。キューに登
録したＩ／Ｏ要求の処理は、図１０で説明するボトムハ
ーフ処理で実行される。

【００３３】次に、先読みするか判定する（ステップ９
０７）。先読み判定のアルゴリズムは図４で説明した如
くである。先読みする場合は、先読みブロック数を決定
する（ステップ９０８）。次に、システムバッファキュ
ーをサーチして、先読みブロックのＩ／Ｏ処理が既に完
了しているか判定する（ステップ９０９）。完了してい
るのは、過去の先読みブロックと重複していて、さらに
システムバッファへのデータ転送済みの場合である。先
読みブロックの重複については、図５および図６で説明
した如くである。完了していな場合は、次に、同様にシ
ステムバッファキューをサーチして先読みブロックのＲ
ＥＡＤ要求が既にＯＳからＨＤドライバに発行されてい
るか判定する（ステップ９１０）。発行されているの
は、過去の先読みブロックと重複している場合である。
発行されていない場合は、システムバッファを割り当
て、先読みブロックのＲＥＡＤ要求をＯＳからＨＤドラ
イバに発行する（ステップ９１１）。ＨＤドライバはＨ
Ｄがビジー状態か判定する（ステップ９１２）。ビジー
でない場合は先読みブロックのＩ／Ｏ要求を発行する
（ステップ９１４）。ビジーの場合は、Ｉ／Ｏ発行待ち
キュー（Ｉ／Ｏ処理待ちキュー）に先読みブロックを登
録する（ステップ９１３）。

【００３４】次に、ブロック番号ＭのＩ／Ｏ処理が既に
完了しているか判定する（ステップ９１５）。完了して
いない場合は、ブロック番号ＭのＩ／Ｏ処理を待ち（ス
テップ９１６）、完了していれば、システムバッファか
らＡＰバッファへブロック番号Ｍのデータをコピーして
（ステップ９１７）、ＲＥＡＤシステムコールはリター
ンする。

【００３５】図１０はボトムハーフ処理のフローチャー
トである。ボトムハーフ処理はＩ／Ｏ終了割り込みを契
機にＨＤドライバによって実行される。まず、ＨＤドラ
イバはトップハーフにＩ／Ｏ終了を通知する（ステップ
１００１）。この通知により、図９のステップ９１６は
待ち状態を開放される。次に、システムバッファキュー
をサーチして、Ｉ／Ｏ発行待ちキューにエントリがある
か判定する（ステップ１００２）。Ｉ／Ｏ発行待ちキュ
ーには、図９のステップ９０５および９１３でエントリ
される。エントリされている場合は、Ｉ／Ｏ要求をＨＤ
に発行する（ステップ１００３）。このとき、キューに
複数の連続ブロックのエントリがある場合はブロックマ
ージしてＩ／Ｏを要求を発行する。

【００３６】図１１から図１４は本発明の先読みにより
ＨＤの回転待ちとシーク回数が減少していることを検証
したものである。

【００３７】図１１は、シーケンシャルアクセスにおけ
る本発明での検証である。ＲＥＡＤ要求ブロックは、Ａ
ＰがＲＥＡＤシステムコールで要求したブロック、先読
みブロックはそのときに先読みしたブロックである。Ｉ
／Ｏ発行は、そのＲＥＡＤシステムコールの延長でＩ／
Ｏ処理要求が発行されたか否を示すもので、マージブロ
ック数はＩ／Ｏ処理発行時にマージされたブロック数で
ある。回転待ちは、そのＩ／Ｏ処理でデータをＨＤから
読み込む際にディスクの回転待ちがあったかを示すもの
であり、ディスクキャッシュがある場合とない場合をそ
れぞれ示している。空欄は回転待ちがなかったことを意
味する。

【００３８】ＲＥＡＤ要求ブロック１の場合は、１回目
のアクセスなので、ブロック番号１だけをＩ／Ｏ処理要
求発行する。この際、ディスクキャッシュの有無に関係
なく回転待ちがある。シークに関してはシーケンシャル
アクセス時は無視する。ＲＥＡＤ要求ブロック２の場合
はブロック番号２のＩ／Ｏ処理要求を発行したのち、ブ
ロック番号３をＩ／Ｏ処理要求発行待ちとしてシステム
バッファキューに登録する。この際、ディスクキャッシ
ュがある場合は回転待ちはないが、ディスクキャッシュ
がない場合は回転待ちがある。以下、Ｉ／Ｏ処理要求発
行をともなうとき、ディスクキャッシュがある場合は回
転待ちはないが、ディスクキャッシュがない場合は回転
待ちがある。ブロック番号２のＩ／Ｏ処理が終了する
と、直ちにシステムバッファキューに登録されているブ
ロック番号３のＩ／Ｏ処理要求が発行される。ＲＥＡＤ
要求ブロック３の場合はブロック番号３は既にＩ／Ｏ処
理中にあり、先読みブロック４、５をキューに登録す
る。ブロック番号３のＩ／Ｏ処理が終了すると、ブロッ
ク番号４、５がマージされてＩ／Ｏ処理要求発行され
る。ＲＥＡＤ要求ブロック４の場合はブロック番号４は
既にＩ／Ｏ処理中にあり、先読みブロック６、７をシス
テムバッファキューに登録する。ブロック番号４のＩ／
Ｏ処理が終了するとブ、ロック番号６、７がマージされ
てＩ／Ｏ処理要求が発行される。ＲＥＡＤ要求ブロック
５の場合は、ブロック番号５はブロック番号４とマージ
されていたために、既にＩ／Ｏ処理終了済みであり、先
読みブロック８、９をシステムバッファキューに登録す
る。このときブロック番号６、７はＩ／Ｏ処理中にあ
り、このシステムコールの延長ではＩ／Ｏ処理要求は発
行されない。

【００３９】以下、同様の動作を繰り返してマージブロ
ック数が増加し、４、５ブロックで収束する。Ｉ／Ｏ処
理要求発行回数はマージブロック数分減少し、回転待ち
回数もそれにともなって減少する。ＲＥＡＤ要求ブロッ
ク２１の時点で、回転待ちの回数はディスクキャッシュ
がある場合で１回、ない場合で９回となる。ＲＥＡＤ要
求ブロック１２と２１は状態がすべて一致しており、以
降は１２から２１のサイクルを繰り返し、Ｉ／Ｏ処理要
求発行回数はＲＥＡＤ要求ブロック９個にたいして２回
の割合となる。

【００４０】図１２はシーケンシャルアクセスにおける
従来の先読みでの検証である。従来は先読みブロック数
は１個なので、ＲＥＡＤ要求ブロックのＩ／Ｏ処理終了
の時点で、必ず先読みブロックのＩ／Ｏ処理要求が発行
されていた。従って、回転待ちはディスクキャッシュが
ある場合は１回、ディスクキャッシュがない場合はＲＥ
ＡＤ要求ブロック数分発生した。

【００４１】シーケンシャルアクセスにおいて、本発明
と従来を比較すると、ディスクキャッシュがある場合
は、回転待ちの回数はともに１回、ディスクキャッシュ
がない場合は、ＲＥＡＤ要求ブロック２１の時点で、本
発明は９回、従来は２１回となる。ＲＥＡＤ要求ブロッ
ク１３以降をみると、本発明では２回、従来は９回とな
る。

【００４２】図１３は、ランダムアクセスにおける本発
明での検証である。これは、ブロック番号１から１１と
５０から５９のデータを、１ブロックずつ交互にＲＥＡ
Ｄ要求した例である。即ち、図６ではデータが３箇所に
分散した例を示したが、図１３は２箇所に分散した例を
示したものである。先読みのアルゴリズムは、図６と同
じである。

【００４３】ランダムアクセスでは、連続しないブロッ
クのＩ／Ｏ処理要求発行時にはシークが発生する。ＲＥ
ＡＤ要求ブロック２の場合は、まずブロック番号２のＩ
／Ｏ処理要求を発行し、先読みブロックのブロック番号
３はシステムバッファキューに登録される。ブロック番
号２のＩ／Ｏ処理が終了すると、ブロック番号３のＩ／
Ｏ処理要求が発行される。そして、ＲＥＡＤ要求ブロッ
ク５１の場合はまだブロック番号３のＩ／Ｏ処理が終了
していないため、ブロック番号５１はシステムバッファ
キューに登録される。そして、先読みブロックのブロッ
ク番号５２もシステムバッファキューに登録される。ブ
ロック番号３のＩ／Ｏ処理が終了すると、ブロック番号
５１と５２がマージされ、Ｉ／Ｏ処理要求が発行され
る。

【００４４】ブロック番号５１と５２のＩ／Ｏ処理が終
了すると、ＲＥＡＤ要求ブロック３へ処理が移行する。
従って、ＲＥＡＤ要求ブロック３の処理開始時は、Ｉ／
Ｏ処理中のブロックやキューにエントリされているブロ
ックはない。ブロック番号３のＩ／Ｏ処理は既に終了し
ているため、直ちに先読みブロックのブロック番号４の
Ｉ／Ｏ処理要求が発行される。そして、ブロック番号５
がシステムバッファキューに登録される。ブロック番号
４は先読みブロックなので、Ｉ／Ｏ処理終了を待たずに
ＲＥＡＤ要求ブロック５２の処理へ移行する。ブロック
番号５２のＩ／Ｏ処理は既に終了しているので、ブロッ
ク番号５３と５４をシステムバッファキューに登録す
る。従って、ＲＥＡＤ要求ブロック５２の処理では、Ｉ
／Ｏ処理要求は発行されない。ＲＥＡＤ要求ブロック４
の処理開始時は、ブロック番号４はまだＩ／Ｏ処理中な
ので、先読みブロック６、７をシステムバッファキュー
に登録する。ブロック番号４のＩ／Ｏ処理が終了する
と、先読みブロック５、６、７がマージされ、Ｉ／Ｏ処
理要求が発行される。このとき、ブロック番号４のＩ／
Ｏ処理と連続ブロックのためシークは発生せず、また、
ディスクキャッシュがある場合は回転待ちも発生しな
い。

【００４５】以下同様にして、図１３の例では、Ｉ／Ｏ
処理要求発行回数は１１回、シークは９回、回転待ちは
ディスクキャッシュがある場合は９回、ない場合は１１
回となる。

【００４６】図１４は、ランダムアクセスにおける従来
の先読みの検証である。従来の先読みアルゴリズムで
は、ランダムアクセスパターンは全く先読みできないた
め、図１４に示すように１ブロック毎にシークと回転待
ちが発生する。従って、この例では、２１回のシークと
２１回の回転待ちがディスクキャッシュの有無に関係な
く発生する。

【００４７】図１３と図１４のランダムアクセスにおい
て、本発明と従来を比較すると、シーク回数は本発明が
９回、従来が２１回、回転待ちは、ディスクキャッシュ
がある場合は本発明が９回、従来が２１回、ディスクキ
ャッシュがない場合は、本発明が１１回、従来が２１回
である。

【００４８】

【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
のデータ先読み方法によれば、以下のような効果を奏す
る。

【００４９】(１) 従来ランダムアクセスと見なされて
先読みしていなかったアクセスパターンに対して先読み
を実施できることにより、Ｉ／Ｏ処理とＡＰ処理を平行
して実行することが可能になり、ＡＰのスループットを
向上させることができる。

【００５０】(２) シーケンシャルアクセスでも、従来
１ブロックしか先読みしていなかったものを、例えば最
大８ブロックまで先読みすることにより、複数ブロック
の一括Ｉ／Ｏ処理を実現することができる。その結果、
例えば二次記憶装置をハードディスク（ＨＤ）とした場
合、ＨＤドライバからＨＤに対するＩ／Ｏ処理発行回数
が減り、ディスクのシークおよび回転待ち回数が半分以
下に減少し、ファイルアクセス等を高速化することがで
きる。

【００５１】(３) 先読みするブロック数を変動させる
ことにより、ＡＰがＲＥＡＤ要求したブロックの総数に
対して、１回の先読みブロック数を小さくすることがで
き、先読みしたブロックをＡＰがアクセスしなかったと
きの損害を軽減させることができる。

【００５２】(４) ＲＥＡＤシステムコールのＡＰイン
タエースを変ることなく、ＯＳレベルで先読み機能を実
現することにより、ＡＰは従来のファイルアクセス方法
を変更することなく、先読みの効果を得ることができ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例のシステム全体の概略構成図
である。

【図２】図１中のシステムバッファの概念図である。

【図３】図１中の特定記憶領域の構成例を示す図であ
る。

【図４】本発明によるデータ先読み処理のフローチャー
トである。

【図５】シーケンシャルアクセスに本発明及び従来の先
読みを実施した例である。

【図６】ランダムアクセスに本発明及び従来の先読みを
実施した例である。

【図７】本発明の先読みを実現する上での制御の層構成
例を説明する図である。

【図８】図７におけるＲＥＡＤシステムコールのデータ
の流れを示す図である。

【図９】ＲＥＡＤシステムコールのトップハーフ処理の
全体のフローチャートである。

【図１０】ＲＥＡＤシステムコールのボトムハーフ処理
の全体のフローチャートである。

【図１１】本発明によるシーケンシャルアクセスにおけ
るハードディスクの回転待ち回数を検証した例である。

【図１２】従来の先読みによるシーケンシャルアクセス
におけるハードディスクの回転待ち回数を検証した例で
ある。

【図１３】本発明によるランダムアクセスにおけるハー
ドディスクのシーク、回転待ち回数を検証した例であ
る。

【図１４】従来の先読みによるランダムアクセスにおけ
るハードディスクのシーク、回転待ち回数を検証した例
である。

【符号の説明】

１０ 中央処理装置（ＣＰＵ） ２０ 主記憶装置 ２１ アプリケーションプログラム（ＡＰ） ２２ オペレーティングシステム（ＯＳ） ２２０ アクセスパターン解析部 ２３ ＡＰバッファ ２４ システムバッファ ３０ 二次記憶装置 ３１ ディスクキャッシュ機構

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平７−134634（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−342401（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−311216（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 3/06 - 3/08 G06F 12/00 - 12/16

Claims (3)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ランダムアクセス可能な二次記憶装置を
   具備する情報処理装置におけるデータ先読み制御方法で
   あって、 あるブロックのデータの二次記憶装置から主記憶装置へ
   のデータ転送処理（Ｉ／Ｏ処理）中に、先読みするブロ
   ックのブロック番号をＩ／Ｏ処理待ちキューに登録して
   おき、 前記あるブロックのＩ／Ｏ処理後に、前記Ｉ／Ｏ処理待
   ちキューに登録されたブロック番号のブロックのデータ
   をまとめてＩ／Ｏ処理することを特徴とするデータ先読
   み制御方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載のデータ先読み制御方法に
   おいて、 前記二次記憶装置に格納されたデータを連続・不連続に
   アクセスするデータアクセスパターンを解析して、先読
   みするブロックを予測することを特徴とするデータ先読
   み制御方法。
3. 【請求項３】 ランダムアクセス可能な二次記憶装置を
   具備する情報処理装置において、 前記二次記憶装置に格納されたデータを連続・不連続に
   アクセスするデータアクセスパターンを解析して、先読
   みするブロックを予測する手段と、 あるブロックのデータの二次記憶装置から主記憶装置へ
   のデータ転送処理（Ｉ／Ｏ処理）中に、先読みするブロ
   ックのブロック番号をＩ／Ｏ処理待ちキューに登録する
   手段と、 前記あるブロックのＩ／Ｏ処理後に、前記Ｉ／Ｏ処理待
   ちキューに登録されたブロック番号のブロックのデータ
   をまとめてＩ／Ｏ処理する手段と、 を有することを特徴とする情報処理装置。