JPH0282332A - 索引ファイルのインデックス用入出力バッファ方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔概　　要〕 人出力バッファ用に仮想アドレス空間を媒体上のページ
単位に分割し主記憶装置のページを空きにする必要がお
こった場合にどのページをリプレイス（ページ書換え）
の対象にするかを決めるための人出力バッファ管理方式
に関し、 インデックス用バッファ上に各ページのデータ以外に外
部記憶装置上のインデックス部の木構造に対応するレベ
ル情報を同時に書き込むことにより、ページ置えの時、
各ページのレベル情報を参照し、最もリーフレベルに近
いページをリプレイスメントの対象とすることにより乱
アクセスの高速化を可能とすることを目的とし、 仮想記憶装置において、ファイルの各ページに識別子と
木のレベルを付して木構造に格納するインデックス部を
存する外部記憶装置と、ページのアクセス要求があった
場合に、該当するページ識別子がバッファ上に存在する
かどうかを検索するページ管理手段と、前記外部記憶装
置のインデックス部の一部を写像し、主記憶上にある各
ページの識別子とそのページの木構造上のレベル情報を
格納するインデックス用バッファと、前記インデックス
用バッファを介して各ページのレベル情報を参照し、要
求されたページに対して前記インデックス用バッファに
空があればそのページに対応するページ識別子とそのレ
ベル情報を書き込み、もしバッファ領域が不足した場合
は、上位レベルのページよりも先に下位レベルのページ
で、しかも使用される頻度の少ないページをページ書き
換えの対象とするように制御するりブレイスメン１へ手
段とを有するように構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明はプログラマが実際の主記憶装置の容量を意識す
ることなく、それよりもはるかに大きな容量の仮想アド
レス空間を使用可能にする仮想記憶方式の管理方式に係
り、更に詳しくは入出力ハッファとして仮想空間をペー
ジ単位に分割し主記憶装置のページを空きにする必要が
おこった場合にどのページをリプレイス（ページ書換え
）の対象にするかを決めるための人出力バッファ管理方
式に関する。

仮想記憶方式とはプログラマが実際の主記憶装置の容量
を意識することなくそれよりもはるかに大きな容量の仮
想アドレス空間を使用可能にするものである。この場合
、外部記憶装置とは一般に磁気ドラム装置やディスクパ
ック装置等の直接アクセス記憶媒体を使用する。ファイ
ルのデータは、論理的な単位で媒体と主記憶との間でや
りとりされる。これをここではページと呼ぶ。データが
主記憶装置にロードされる場合、使用される頻度の高い
ページを主記憶装置にロードし、使用される確率の小さ
いページを外部記憶装置におくようにリブレイスメント
が行われる。要求されたページが主記憶装置内になかっ
た場合に、外部記憶装置から主記憶装置へそのページが
転送される。外部記憶装置から主記憶装置へページを転
送する際に、主記憶装置に空ページ枠がない場合がある
。この場合、最も使用される可能性の低いページを破棄
し、空きを作る必要がある。ページ表はページを管理す
る主記憶上のテーブルでページ識別子とレベル情報によ
って構成される。ページ読み込みの過程でバッファ上に
該当ページが存在しない場合はリプレイスタットが発生
し、オペレーティングシステムが主記憶上の空ページ枠
を探しそこに外部記憶装置から必要なページを読み込み
、同時にページ表内の対応する記述子の内容をそのペー
ジが主記憶上に存在するように書き換える。主記憶上に
空ページ枠が存在しなかった場合には、主記憶内の最も
使用可能性の低いページを破棄し、空ページ枠を確保し
た後、必要なページを読み込むようにしなければならい
ない。この操作をページ置き換え（ページリプレイスメ
ント）と呼ぶ。主記憶内のページのうち最も長時間参照
されていない未使用ページを置き換えページとするアル
ゴリズムをＬＲＵアルゴリズムという。ＬＲＵアルゴリ
ズムは最近に参照されていないページは近い将来にも参
照される可能性が小さいという雄側によるものである。

このインデックス用バッファには各ページに固有のキー
を格納することによりそのページが主記憶装置上にある
かないかをチエツクすることが可能となる。一方、外部
記憶装置内のインデックス部内にはファイル内に記憶さ
れたページ毎のキーが木構造に管理されている。外部記
憶装置上で乱アクセスする場合は、木構造のルートレベ
ルから順に木を探索し、リーフレベルのインデックスを
アクセスする。一方、順アクセスの場合は、リーフレベ
ルのインデックスだけを順にアクセスする。このような
木構造のキー探索をインデックス用バッファを用いてさ
らに高速化する技術の必要が高まってきた。

〔従来の技術〕

第８図は仮想記憶装置のブロック図である。同図におい
て、１は外部記憶装置で、索引ファイルの構造はデータ
を格納するデータ部８と、データ部のページ毎にキー範
囲を管理するインデックス部７の２つの部分からなって
いるもの、２はオペレーティングシステム（Ｏ８）内の
機構で、内部にあるページ管理機構３は要求されたペー
ジ識別子がバッファ上に存在するかを調べ、要求された
ページ識別子が、主記憶装置上に存在している時にはそ
れに割当てるようにページを管理するもの、リプレイス
機構５は、主記憶上に空ページ枠が存在しなかった場合
に、主記憶内のいずれがのページを破棄し、空ページ枠
を確保したのち必要なページを読み込むようにページの
りブレイスを行う機構、また、バッファ管理機構６はり
ブレイスの対象となったページを主記憶装置から読み込
むための管理機構で特にＬＲＵアルゴリズムを用いて管
理するもの、入出力処理機構９は、ページの入出力を制
御する機構である。

第９図は外部記憶装置の索引ファイルの構造を示す図で
ある。外部記憶袋Ｗｌ内のインデックス部７すなわち、
ページ固有のキーを管理する部分はキーに関して木構造
になっている。インデックス部７はルートレベル、中間
レベル、およびリーフレベルの木構造を形成し、インデ
ックス部の各キーには外部記憶装置１にある実際のペー
ジのレコード集合の先頭アドレスが格納されている。こ
のように索引ファイルの構造はデータを格納するデータ
部８と、データ部のページ毎にキー範囲を管理するイン
デックス部７の２つの部分からなる。

索引ファイルのアクセス法は２つあり、順アクセスは、
リーフレベルのキーだけを順にアクセスするものであり
、乱アクセスはインデックス部７において、アクセス頻
度の高いルートレベルから順に木を探索し、リーフレベ
ルのキーをアクセスする、 ファイルのデータ部８に格納されているレコードをアク
セスするためにはそのデータがどのページに格納されて
いるかインデックス部７の一部が写像されたインデック
ス用バッファ４をまずアクセスして調べ、そのページが
主記憶上にあるかどうかをチエツクし、もしなければリ
プレイスメント機構を用いてページのりブレイスを実行
しなくてはならない。乱アクセスにおいてはルートレベ
ルから順に木を探索し、リーフレベルのキーをアクセス
するが、このとき、インデックス部のアクセス効率を向
上させるためには、乱アクセス時にインデックス用バッ
ファ４のバッファ上・シト率を上げることが重要となる
。

従来、この稗の仮想記憶装置におけるページ管理は乱ア
クセス時に木のルートレベルからリーフレベルにいたる
全ページをチエ・ツクし、時間的に最も以前に使用され
たページ、すなわち、未使用状態の時間が長いページを
ページリプレイスの対象とするＬＲＵアルゴリズム方式
が採用されていた。

（発明が解決しようとする課題） 従って、従来のＬＲＵアルゴリズムのみの人出カバッフ
ァ管理方式では最もアクセス頻度の高いページすなわち
、ルートレベルのページをページ換えの対象としてしま
う場合が生じるという問題点が生じていた。特に従来の
管理方式では順アクセスの影響により乱アクセス時のヒ
ツト率が低下してしまう場合がある。インデックス用バ
ッファ４が不足していない場合でも、乱アクセスと同時
に順アクセスが行われると、順アクセスしたページは再
び使用される頻度は少ないが、乱アクセスにおいては常
にルートレベルのページがアクセスされるため、最もア
クセス頻度の高いページ、すなわちルートレベルのペー
ジが追い出されるという問題点がヰしていた。

インデックス部７のアクセス効率を向上させるためには
、乱アクセス時のインデックス用バッファのバッファヒ
ツト率を上げることが重要である。

それは、順アクセスの場合は、予め、どのページをアク
セスするかがわかるため、それを前もって読み込んでお
けば良いからである。しかし、ＬＲＵのみによる従来の
管理方式では、順アクセスの影響により乱アクセス時の
バッファヒツト率が低下してしまう。例えば、システム
とその時の状況により使用できる実記憶量が異なり、レ
ベル以上のインデックス用バッファ４の容量を獲得でき
ない場合や、同時に複数のユーザがバッファを使用する
場合に、インデックス用バッファ４の容量が不足すると
、時間的に最も以前に使用されたバッファ内の領域を再
使用の対象とする。つまり、木のルートレベルからリー
フレベルに至る全ページを読み込む時には、順次、ルー
トレベルのキーに対応するバッファ領域が再利用の対象
となる。あるいは、バッファ領域が不足していない場合
でも、乱アクセスと同時に順アクセスが行われると、ル
ートレベルのキーへのアクセス頻度が下がり、そのキー
に対応するバッファ領域が再使用の対象となる。しかし
、順アクセスしたページは、再び使用される頻度は少な
い。その反面、乱アクセスにおいては、常にルートレベ
ルのキーはアクセスされる。よって最もアクセス頻度の
高いページのキーをインデックス用バッファ上から追い
出すことになり、乱検索時の１１０回数が増加し、処理
速度の低下をもたらすとことになる。

特に、ファイルに対する同時実行性を高めるため、ある
いは、インデックス用バッファなどの資源を節約するた
めに、索引ファイル用のバッファを同時に複数ユーザか
ら共用可能とする場合には、このような現象が顕著に現
れる。

本発明はインデックス用バッファ上に各ページのキー情
報以外に外部記憶装置上のインデックス部の木構造に対
応するレベル情報を同時に書き込むことにより、ページ
替えの時、各ページのレベル情報を参照し、最もレベル
の深いページをリプレイスメントの対象とすることによ
り乱アクセスの高速化を可能とすることを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は本発明の構成図である。

仮想アドレス空間をページ単位に分割し、主記憶上の空
ページ枠を探し、外部記憶袋ｗ１１から必要なページを
読み込み、同時にインデックス用バッファ１４内の対応
するページ識別子の内容をそのページが主記憶上に存在
することを表わすように書き換え、主記憶上に空ページ
枠が存在しなかった場合には、主記憶内のいずれかのペ
ージを前記外部記憶装置１１に移し空ページ枠を確保し
た後、必要なページを読み込むようにしてページ書き換
えを行う仮想記憶装置において、ページ管理手段１３は
、ページのアクセス要求があった場合に、インデックス
用バッファ１４内に存在するページ識別子をページごと
に管理する第１の制御表を使い、該当するページ識別子
がインデックス用バッファ１４内に存在するかどうかを
検索し、インデックス用バッファ１４は、外部記憶袋？
１Ｆ　１１のファイルの各ページの識別子が乱アクセス
の順序に対応して木構造に格納しであるインデックス部
１７の一部を写像し、主記憶上にある各ページの識別子
とそのページの木構造上のレベル情報を格納するもので
あって、しかもレベルが深く、最も昔にアクセスされた
ページのバッファ領域をページ書き換えの対象となるよ
うに管理する第２の制御表を有し、リブレイスメント手
段１５は、インデックス用バッファ１４を介して各ペー
ジのレベル情報を参照し、要求されたページに対してイ
ンデックス用バッファ１４に空があればそのページに対
応するページ識別子とそのレベル情報を書き込み、もし
バッファ領域が不足した場合は、上位レベルのページよ
りも先に下位レベルのページで、しかも使用される頻度
の少ないページをページ書き換えの対象とするように制
御することを特徴とする。

〔作　　　用〕

本発明では各ページにはレベルに応じた値をインデック
ス用バッファ内に設定し、ページ替えが必要となった場
合に、バッファ内の各ページ内にあるレベル情報を参照
し、バッファ上で最も値が大きい、すなわちレベルとし
て最下位のものをリブレイスメントの対象とし、さらに
、複数の同一レベルのページがバッファ上にある場合に
は、そこでＬＲＵアルゴリズムにより定まるページをリ
プレイスメントの対象ページを決定する。

〔実　　施　　例〕

次に本発明の実施例を図面を参照して説明する。

本発明は、インデックス用バッファ内にもインデックス
部の木構造に対するアクセス形態を考慮し、すべてのレ
ベルのページを同等に扱うのではなく、バッファ内の各
ページにもレベルに応じた値を予め設定するものである
。そしてリプレイスメントを行う機構は、ページの置換
え時に、各ページ内にあるそのレベル情報を参照し、木
構造の最下位レベルのページをリプレイスの対象とする
。

もし、さらに複数の同一レベルのページがそのインデッ
クス用バッファ上にある場合、当機構はＬＲＵアルゴリ
ズムによりリプレイスメント対象ページを決定するもの
である。

第２図は本発明のインデックス部とインデックス用バッ
ファのアクセス形態を示す概念図である。

第２図に示されるように、外部記憶語？１Ｆ１１内のイ
ンデックス部１７はデータ１８のインデックスであり（
第１図）、レベル０、レベル１、レベル２に対応するペ
ージのキーが木構造に格納され、レベルの異なる複数の
インデックス用ページの内容がインデックス用バッファ
１４上に読み込まれているとする。すなわちインデック
ス部１７にある各ページのキーの木構造に対して、イン
デックス用バッファ１４はこのうちの一部すなわち主記
憶上にあるページに対応するページのキーが格納される
。例えば第２図では、ページの０．６，２５、１０．１
２．　１．　４．１４．および空状態のバッファ領域が
１つ存在する。制御表Ｒはページ替え、すなわちリプレ
イスメント用の制御表であって、インデックス用バッフ
ァ１４内にある各ページがインデックス部１７上のどの
レベルにあるかを示すものである。制御表Ｒの各エント
リ０，１，２゜３等はインデックス部１７のレベル０、
レベル１、レベル２、レベル３に対応している。インデ
ックス用バッファ１４には０ベージがあるのでこれはレ
ベルＯであるからエントリ０にページ０があることを示
している。また、レベル１のページとしてインデックス
用バッファ１４には１と２があるので左から順に１と２
が示されている。レベル２に対応するページとしてバッ
ファ内には左から順に４．５．６があり、インデックス
用バッファ１４にあるレベル３０ページは１０．１２．
１４の順序になっている。このようにインデックス用バ
ッファ１４には各ページの情報のみならず、制御表Ｒに
はそのページがどのレベルにあるかを示す情報が格納さ
れ、管理されている。この制御表Ｒを用いれば、アクセ
スはバッファ内のページに対してレベルの低い方からア
クセスすることが可能となる。

例えばページ２０をアクセスする場合には、ページ２０
はインデックス用バッファ１４には存在せず、従って主
記憶装置にページ２０はないことになる。

このページをアクセスする場合には、空バツフア領域の
ところにＮｏ、２０を格納し、Ｎｏ、２０はレベル３に
あるので、制御表Ｒのレジスタ３に対応するところに付
加される。すなわち１０．１２．１４の後に２０を付け
た後、ページ２０を主記憶上に読み込み、そしてそれを
アクセスする。また、例えばページ１９゜２０、２１．
２２．２３等のリーフレベルを順にアクセスする場合は
、まず空のバッファ領域を使うが、１９０ページのキー
をその空領域に入れるとバッファはすべて満たされてし
まう。そのため、２０．２１゜２２、２３のページに対
してはインデックス用バッファ１４にある他の４ページ
の各キーを追い出す必要がある。

本発明ではこの場合レベル３のページのキーをバッファ
から追い出すようにしている。すなわち制御表Ｒをみる
とレベル３にはページ１０．１２．１４があるので、１
０．１２．１４のうちＬＲＵアルゴリズムに従って最も
未使用状態が長いページ、すなわちＬＲＵアルゴリズム
に従って決められるページを入れ換えの対象とする。例
えばＬＲＵアルゴリズムの実行結果により１０．１４．
１２の順序で未使用状態の時間が長いとすればこの順序
に従って１０゜１４．１２のページのキーがバッファか
ら追い出され、それに替わってレベル３の２０．２１．
２２のキーがバッファに入る。その次に上のレベル４，
５．６のうち最も時間の長い未使用状態のページを探し
、これの替わりにレベル３のページ２３のキーがバッフ
ァに入る。同時に、制御表Ｒのレベル３に対応するレジ
スタ３にページ２３のキーが付加される。

このように本発明のリプレイスタット機構１５は各ペー
ジのレベル情報を参照し、最もレベルの深いページをリ
プレイスメントの対象とする。そして空となっているバ
ッファがあれば、必要なページのキーを読み込む。もし
順処理が進んでいく途中にバッファが不足してしまった
場合には上位レベルのページよりも先に以前順アクセス
されたリーフレベルのページ、すなわちＬＲＵアルゴリ
ズムに従って選択されたリーフレベルのページかリプレ
イスタットの対象となる。その次にその上の上位レベル
のページがリブレイスメントの対象となる。このように
すれば結果として上位レベルのページは常にインデック
ス用バッファ１４上に存在することなる。上位レベルの
ページは非常にアクセスの高いページであるから、アク
セス頻度の高いページがバッファから追い出されてしま
うことはなく、従って乱アクセス時のバッファヒツト率
が向上する。

バッファ内に存在するページを管理するのが後述する制
御表Ｍであり、この制御表Ｍを使って該当ページがバッ
ファ上に存在するかを検索する。

存在する場合には存在することのみを外部に通知し、存
在しない場合にはリプレイスタット機構１５にリプレイ
スの依頼を行う。リプレイスメント機構１５は各レベル
毎にリプレイスメント対象を管理する制御表Ｒを用いて
最もレベルが深く、最も昔にアクセスされたページをリ
ブレイスメントの対象とする。そしてこのページをリプ
レイスメント対象から外し、上位に通知する。もし最下
位レベルのページだけで不足している場合にはさらに上
位レベルのページに対しても同様の処理を行う。

第３図は本発明のページ管理方式のページ検索前のバッ
ファ管理状態を示す実施例図である。

同図において制御表Ｍ１９は、インデックス用バッファ
１４内に存在するページの識別子を管理＼するもの、イ
ンデックス用バッファ１４は外部記憶装置のインデック
ス部内で木構造で配列された各ページを格納するもので
、本発明では特にページと木構造のレベルが図上に示さ
れているもの、制御表Ｒは、そのページがどのレベルに
属するが管理するものである。

例えば今、ページ１はレベル０、ページ２はレベル２、
ページ０はレベル２、ページ３はレベル２、そしてペー
ジｎはレベル１、ページ４はレベル２になっているとす
れば、制御表Ｍは、レジスタＭ（０）からＭ　（ｎ）を
有しそれぞれのエントリにはページ０からｎまでの全て
のページに対してインデックス用バッファ１４内になる
ページを管理しているものへのポインタが格納される。

例えばインデックス用バッファ１４内にはページ０のキ
ーが存在し、ページＯに対応するＭ　（０）はハツシュ
関数に従ってページＯ、レベル２のバッファ領域のポイ
ンタをさす。

ここでハツシュ関数とは、予め格納するバッファ上のア
ドレスを生成する関数で、例えば制御表Ｍに格納された
ポインタをｎの剰余すなわち、ｎで割った余りのアドレ
スを発生し、それをバッファの先頭アドレスとする。書
き込み時にハツシュ関数で定まるアドレスに格納してお
けば、読み出す場合でもこのハツシュ関数を介して読み
出すので、もし衝突がなければ制御表Ｍ内のポインタを
用いて対応するページのキーがバッファ上にあるかない
かの探索は非常に高速となる。

制［Ｍのページ１のポインタはハツシュ関数を介してペ
ージ１、レベル０へのアドレスに替わる。また制御表Ｍ
のページ２に対応するポインタはハツシュ関数を介して
バッファ上のページ２、レベル２のポインタへ写像され
る。制御表Ｍの３ページのポインタはハツシュ関数を介
してバッファ上のページ３、レベル２のアドレスをさす
。また制御表Ｍのページ４のポインタはハツシュ関数を
介してバッファ上のページ４．レベル２のアドレスをさ
す。制御表Ｍのページ５のポインタはバッファ上にない
とし、ページｎのポインタはハツシュ関数を介してバッ
ファ上の１番下のページｎ。

レベル１のアドレスをさす。

一方、制ｊＢ　表ＲはレベルＯ１レベル１．レベル２に
対応するポインタを格納し、同様にハツシュ関数を介し
てバッファ上のアドレスをさす。例えばレベルＯのポイ
ンタは制御表ＲのレジスタＯにあり、制御表Ｍのページ
１のポインタと同じく、ハツシュ関数を介してバッファ
上のページ１．レベルＯのアドレスに替わる。制御Ｌｔ
Ｒのレベル１のポインタはハツシュ関数を介してページ
ｎ、レベル１をさず。また、制御表Ｒのレベル２のポイ
ンタはハツシュ関数介して図に示されるすべてのレベル
２のバッファアドレスに換えられるように、ハツシュ関
数の出力レジスタの２０をさし、その２０は２１をさし
、２１は２２．２２は２３を指し、結果として各ハツシ
ュ関数出力レジスタはこの順序に従ってすべてのレベル
２に対応するバッファ上のアドレスをさす。このように
、本発明では、検索前の管理状態では、特に制御表Ｒを
用いてバッファ上でページとレベルを対応させている。

なお、第４図は、第３図に示されるインデックス用バッ
ファ上のページとレベル対応関係を示す木構造の図であ
る。

第５図は本発明のページ使用状態に対応するバッファ管
理の実施例図である。同図においてインデックス用バッ
ファ１４の最後のバッファ領域に格納されているページ
ｎ＋３．レベル２は第３図のインデックス用バッファ１
４のページ４．レベル２に入れ替わったものである。す
なわち、本発明のリプレイスタット機構１５は最もレベ
ルが深く、最も昔にアクセスされたページのバッファ領
域をリプレイスメントの対象とする。バッファが、第３
図のインデックス用バッファ１４に示されるように、−
杯になっている場合でも、インデックス用バッファにな
いページｎ＋３のレベル２をバッファ内に書き込む必要
がある。この場合、最も低いレベル２にあってしかもＬ
ＲＵアルゴリズムで０，２，３．４ページの中で最も未
使用状態の時間が長かったと仮定されるページ４をリブ
レイスメントの対象とし、これがページｎ＋３．レベル
２と入れ替わる。この入れ換えによって、制御表Ｒに対
するレベル２のハツシュ関数への入力状態も替わる。す
なわち、制御表Ｒのレベル２のポインタはレジスタ２０
をさし、その２０は２１をさし、その２１は２２をさし
、さらにその２２は２３をさす。レベル２上のページは
この順序に従うＬＲＵアルゴリズムでアクセスされるこ
とになる。すなわち本発明ではリプレイスタットが必要
となった場合、リプレイスメント機構１５は各ページ内
にあるレベル情報を参照し、バッファ上で最も値が大き
い最下位レベルのものをまずリプレイスメントの対象と
して決定し、複数の同一レベル、例えば今の場合、レベ
ル２のページがバッファ上にある場合、当機構はＬＲＵ
アルゴリズムによりリプレイスメント対象ページを決定
する。

尚、第５図のページ使用状態では制御表Ｍのポインタ情
報は、第４図のものと同じであり、ページＯのポインタ
はハツシュ関数を介して制御表ＭのエントリＯからペー
ジ０．レベル２をさし、ページ１のポインタはハツシュ
関数を介してページ１、レベルＯをさし、制御表Ｍのペ
ージ２のポインタはハツシュ関数を介してページ２．レ
ベル２をさし、ページ３のポインタはハツシュ関数を介
してページ３．レベル２をさす。さらにページｎのポイ
ンタはハツシュ関数を介してページｎ、レベル１をさす
。

第６図は本発明のページ管理方式のページ使用終了時の
バッファ管理状態を示す実施例図である。

第５図はページ使用状態であってこの状態のとき、ペー
ジｎ＋３が主記憶上でアクセスされる。このページｎ＋
３のアクセスが終了するとバッファ管理状態は第６図に
示されるようになる。レベル２のページ４の替わりにペ
ージｎ＋３が入れ替わったことを示すためハツシュ関数
の出力レジスタの内容が２３から２２に移り、ページ３
．レベル２の後ろにページｎ＋３．レベル２が付加され
たことが示されている。

第７図は本発明の機能ブロック図である。

Ｓ２４においてインデックス用バッファ１４内の最下段
レベルを変数βに代入する。Ｓ２５において要求ページ
数が最終のｎに等しいかどうかを調べる。要求ページ数
が最終のｎに等しくなければＳ２６に移ってその指定さ
れたページ（ｎ）はバッファ上に存在するかどうかを判
定する。もしバッファ上に存在するならば、そのページ
は主記憶上にあるということなので次のページを要求す
るために３２５にもどる。もしそのバッファ上に要求さ
れたページ（ｎ）がなけれは、Ｓ２７においてまずバッ
ファ上に空があるかどうかを調べる。

空があれば指定されたページのキー情報をそのバッファ
に割当てるため、Ｓ３０に移って割当て、そして、次の
ページを要求するためＳ２５に戻る。

バッファ上に空がなければ３２８に移って本発明のリプ
レイスタット機構１５の動作に入る。ここで、各レベル
毎にリプレイスメントの対象を管理する制御表Ｒを使い
、最もレベルが深く、最も昔にアクセスされたページの
バッファ領域をリプレイスメントの対象とする。そして
これらのパ・ソファをリプレイスメント対象からはずし
通知する。

もしバッファ上の最下位レベルのバッファ領域だけでは
不足している場合は、さらに上位レベルのバッファに対
しても同様の処理を行う。すなわち３２Ｂにおいてバッ
ファ内の最下段レベル！に対してリプレイスメント可能
なバッファ領域があるかどうかを８周べ、もしあればす
なわちＬＲＵアルゴリズムに従ってリプレイスメント可
能なバッファがあれば、Ｓ３０に移ってリプレイスメン
トを行うためのバッファの割当を実施する。３２Ｂにお
いて、もしｌレベルにリプレイスメント可能なバッファ
がないと判定された場合には上位のレベルに上がるため
に上に移って！をその上位のレベルにしてバッファの割
当を行う。このようにしてバッファの割当が終了すれば
、Ｓ２５に戻る。要求するページが指定されたｎ、すな
わち最後のページにいったかどうかを調べ、もし最後ま
でいけばバッファ上にないページの読み込みを行って終
わりとなる。

〔発明の効果〕

本発明は、索引部のアクセス形態を考慮し、順アクセス
の影響を最小限にし、上位レベルインデックスのバッフ
ァヒツト率を向上させることにより、乱アクセス時の検
索処理を高速に行うことができる。

【図面の簡単な説明】 第１図は本発明の構成図、 第２図は本発明のインデックス部とインデックス用バッ
ファのアクセス形態を示す概念図、第３図は本発明の人
出力バツファ方式のページ検索前のバッファ管理状態を
示す実施例図、第４図は、第３図に示されるインデック
ス用バッファ上のページとレベル対応関係を示す木構造
の図、 第５図は本発明のページ使用状態に対応するバッファ管
理実施例図、 第６図は本発明の人出力バッファ方式のページ使用終了
時のバッファ管理状態を示す実施例図、＝２８ 第７図は本発明の機能ブロック図、 第８図は従来の仮想記憶装置のブロック図、第９図は従
来の外部記憶装置の索引ファイルの構造を示す図である
。 １１・・・外部記憶装置、 １３・・・ページ管理手段、 １４・・・インデックス用バッファ、 １５・・・リプレイスメント手段、 １６・・・バッファ管理機構、 １７・・・インデックス、

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 仮想記憶装置において、 索引ファイルのインデックス部の各ページレベルを付し
   て木構造に格納している外部記憶装置（１１）と、 前記外部記憶装置（１１）のインデックス部の一部を写
   像し、主記憶上にある各ページの識別子とそのページの
   木構造上のレベル情報を格納するインデックス用バッフ
   ァ（１４）と、 ページのアクセス要求があった場合に、該当するページ
   識別子がインデックス用バッファ（１４）上に存在する
   かどうかを検索するページ管理手段（１３）と、 要求されたインデックス部のページに対して前記インデ
   ックス用バッファ（１４）に空があればそのバッファを
   割当てその管理情報として対応するページ識別子とその
   レベル情報を書き込み、もしバッファ領域が不足した場
   合は、上位レベルのページよりも先に下位レベルのペー
   ジで、しかも使用される頻度の少ないページをページ書
   き換えの対象とするように制御するリプレイスタット手
   段（１５）と要求されたページを外部記憶装置（１１）
   からインデックス用バッファ（１４）に読み込む入出力
   処理機構（９）とからなることを特徴とする索引ファイ
   ルのインデックス用入出力バッファ方式。