JPH0370259B2 - - Google Patents
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- JPH0370259B2 JPH0370259B2 JP57028643A JP2864382A JPH0370259B2 JP H0370259 B2 JPH0370259 B2 JP H0370259B2 JP 57028643 A JP57028643 A JP 57028643A JP 2864382 A JP2864382 A JP 2864382A JP H0370259 B2 JPH0370259 B2 JP H0370259B2
- Authority
- JP
- Japan
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- storage
- data unit
- group
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- storage area
- Prior art date
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- Expired - Lifetime
Links
- 238000007726 management method Methods 0.000 claims description 8
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 16
- 238000000034 method Methods 0.000 description 15
- 230000004913 activation Effects 0.000 description 2
- 230000007423 decrease Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 description 1
- 230000002123 temporal effect Effects 0.000 description 1
- 239000002699 waste material Substances 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
- G06F13/14—Handling requests for interconnection or transfer
- G06F13/16—Handling requests for interconnection or transfer for access to memory bus
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
(1) 発明の技術分野
本発明は、階層的記憶装置に係り、特に上位階
層の記憶装置を有効に使用することのできる記憶
領域管理方式に関する。
層の記憶装置を有効に使用することのできる記憶
領域管理方式に関する。
(2) 従来技術と問題点
従来の記憶領域管理方式としては、LRU
（Least Recently Used）方式や、FIFO（First
In First Out）方式等が知られている。前者は最
後にアクセスされた時刻が最も古いものから順に
新たな割当てのために追い出していく方式であ
り、後者は登録された時刻の古いものから順に新
たな割当てのために追い出していく方式である。
これらは二つとも、全体を一つの管理グループで
管理すると、性質の異なるものが一諸に管理され
ることになり、互いに悪影響を与える可能性があ
る。またFIFO方式ではアクセス頻度に開係なく、
先に登録されたものから順に追い出されるためア
クセスの仕方に動的に対応できない。
（Least Recently Used）方式や、FIFO（First
In First Out）方式等が知られている。前者は最
後にアクセスされた時刻が最も古いものから順に
新たな割当てのために追い出していく方式であ
り、後者は登録された時刻の古いものから順に新
たな割当てのために追い出していく方式である。
これらは二つとも、全体を一つの管理グループで
管理すると、性質の異なるものが一諸に管理され
ることになり、互いに悪影響を与える可能性があ
る。またFIFO方式ではアクセス頻度に開係なく、
先に登録されたものから順に追い出されるためア
クセスの仕方に動的に対応できない。
第１図はデイスク・キヤツシユ・サブシステム
を説明するブロツク図、第２図はデイスク・キヤ
ツシユ・サブシステムの処理を説明するフロー・
チヤート、第３図は従来のLRUテーブルを示す
図である。１はホスト・コンピユータ、２はデイ
スク／デイスク・キヤツシユ・制御装置、３はバ
ツフア記憶装置、４はデイスク制御アダプタ、５
はデイスク記憶装置を示す。デイスク・キヤツシ
ユ・サブシステムでは、下位記憶階層にデイスク
記憶装置５があり、上位記憶階層にバツフア記憶
装置（通常MOS、CCD等の半導体記憶装置）３
がある。バツフア記憶装置３にはデイスク記憶装
置５のデータのコピーを格納する。記憶領域の管
理単位は「トラツク」であるが、固定長形式デイ
スク記憶装置では「ブロツク」の場合もある。こ
のようなデイスク・キヤツシユ・サブシステムを
第２図によつて説明する。ホスト・コンピユータ
１があるトラツクにアクセスしようとしたとき
は、次のように処理される。
を説明するブロツク図、第２図はデイスク・キヤ
ツシユ・サブシステムの処理を説明するフロー・
チヤート、第３図は従来のLRUテーブルを示す
図である。１はホスト・コンピユータ、２はデイ
スク／デイスク・キヤツシユ・制御装置、３はバ
ツフア記憶装置、４はデイスク制御アダプタ、５
はデイスク記憶装置を示す。デイスク・キヤツシ
ユ・サブシステムでは、下位記憶階層にデイスク
記憶装置５があり、上位記憶階層にバツフア記憶
装置（通常MOS、CCD等の半導体記憶装置）３
がある。バツフア記憶装置３にはデイスク記憶装
置５のデータのコピーを格納する。記憶領域の管
理単位は「トラツク」であるが、固定長形式デイ
スク記憶装置では「ブロツク」の場合もある。こ
のようなデイスク・キヤツシユ・サブシステムを
第２図によつて説明する。ホスト・コンピユータ
１があるトラツクにアクセスしようとしたとき
は、次のように処理される。
デイスク／デイスク・キヤツシユ制御装置２
において、エクステント・テーブル（バツフア
記憶装置３に格納する対象となるトラツク・ア
ドレスを記入したテーブル）にあるものか否か
を判定する。
において、エクステント・テーブル（バツフア
記憶装置３に格納する対象となるトラツク・ア
ドレスを記入したテーブル）にあるものか否か
を判定する。
Noの場合は従来通りデイスク制御アダプタ
４を介してデイスク記憶装置５からデータを転
送し、Yesの場合はの処理を行う。
４を介してデイスク記憶装置５からデータを転
送し、Yesの場合はの処理を行う。
アクセス・アドレスがバツフア・テーブル
（トラツク・アドレスとバツフア記憶アドレス
との対応表）に登録されているかを判定する。
（トラツク・アドレスとバツフア記憶アドレス
との対応表）に登録されているかを判定する。
Yesの場合は、Noの場合はの処理を行
う。
う。
バツフア記憶装置３からデータを転送する。
デイスク制御アダプタ４を介してデイスク記
憶装置５からバツフア記憶装置３へステージン
グ（下位階層の記憶装置から上位階層の記憶装
置へデータを複写）する。
憶装置５からバツフア記憶装置３へステージン
グ（下位階層の記憶装置から上位階層の記憶装
置へデータを複写）する。
ステージングするときは、バツフア記憶装置３
にステージングするトラツクのために新しい領域
を割当てなければならないが、バツフア記憶装置
３に空領域がなければ、どれかのトラツクを追い
出してその領域を新しいトラツクのために提供す
る。そのトラツクを追い出すときに使かれるのが
LRUである。LRUテーブルには、従来、第３図
のようにドライブ／トラツク・アドレスが収納さ
れ、古いものは下位にあつて、上へ順に新しくな
つている。
にステージングするトラツクのために新しい領域
を割当てなければならないが、バツフア記憶装置
３に空領域がなければ、どれかのトラツクを追い
出してその領域を新しいトラツクのために提供す
る。そのトラツクを追い出すときに使かれるのが
LRUである。LRUテーブルには、従来、第３図
のようにドライブ／トラツク・アドレスが収納さ
れ、古いものは下位にあつて、上へ順に新しくな
つている。
デイスク・キヤツシユ・サブシステムでは新規
のトラツクをLRUテーブルに登録するのはステ
ージングの時であり、この時LRUテーブルの最
上位に登録される。今までの最上位のトラツクは
一つが下がる。途中このトラツクにアクセスがあ
ると、その時点でこのトラツクは再び最上位に移
される。アクセスが無ければ、新規トラツクの登
録の度に順位が下がつていく。新規トラツクのた
めの領域を割当てる時には最下位にあるトラツク
が機械的に選ばれ登録が抹消される。この操作と
新規登録の操作とで途中のトラツクの順位は一斉
に一つずつ下がる。従つてある期間アクセスされ
ないトラツクはいずれ最下位となり、次の割当て
時に追い出されることになる。つまりLRU方式
は、アクセスの時間的局所性を仮定して、将来の
アクセスを予測するものである。（長い間アクセ
スされないものは、将来もアクセスされない、逆
に最近アクセスがあつたものは近い将来アクセス
される可能性が高い） 従来のLRUでは、この構造が全体で一つとな
つている。その場合の問題点としては、アクセス
間隔と将来のアクセスの可能性の関係は、データ
セツトの性質、システムの環境、等によつて均一
ではないということである。
のトラツクをLRUテーブルに登録するのはステ
ージングの時であり、この時LRUテーブルの最
上位に登録される。今までの最上位のトラツクは
一つが下がる。途中このトラツクにアクセスがあ
ると、その時点でこのトラツクは再び最上位に移
される。アクセスが無ければ、新規トラツクの登
録の度に順位が下がつていく。新規トラツクのた
めの領域を割当てる時には最下位にあるトラツク
が機械的に選ばれ登録が抹消される。この操作と
新規登録の操作とで途中のトラツクの順位は一斉
に一つずつ下がる。従つてある期間アクセスされ
ないトラツクはいずれ最下位となり、次の割当て
時に追い出されることになる。つまりLRU方式
は、アクセスの時間的局所性を仮定して、将来の
アクセスを予測するものである。（長い間アクセ
スされないものは、将来もアクセスされない、逆
に最近アクセスがあつたものは近い将来アクセス
される可能性が高い） 従来のLRUでは、この構造が全体で一つとな
つている。その場合の問題点としては、アクセス
間隔と将来のアクセスの可能性の関係は、データ
セツトの性質、システムの環境、等によつて均一
ではないということである。
従つて全部のトラツクを均等に扱つてしまう
と、将来アクセスされる可能性のあるトラツクが
追い出されたり、すぐに追い出してもいいトラツ
クが長く占有したりするという現象が起きる。こ
れに対処する方法としては、LRUテーブルへの
登録位置を優先順位によつて変えたり、いくつか
のトラツクを集めたグループを作り、グループ毎
にLRUテーブルを定義するというような方法が
あるが、前者は「優先順位」という表現のとお
り、優先度の低いトラツクは高いトラツクの影響
を被つてしまうし、優先順位のつけ方も難しい。
後者はグループ毎に領域量をキチンと割振つてし
まうと、他グループの領域に余りがあつても
LRUが働くことになり無駄が生ずるおそれがあ
る。
と、将来アクセスされる可能性のあるトラツクが
追い出されたり、すぐに追い出してもいいトラツ
クが長く占有したりするという現象が起きる。こ
れに対処する方法としては、LRUテーブルへの
登録位置を優先順位によつて変えたり、いくつか
のトラツクを集めたグループを作り、グループ毎
にLRUテーブルを定義するというような方法が
あるが、前者は「優先順位」という表現のとお
り、優先度の低いトラツクは高いトラツクの影響
を被つてしまうし、優先順位のつけ方も難しい。
後者はグループ毎に領域量をキチンと割振つてし
まうと、他グループの領域に余りがあつても
LRUが働くことになり無駄が生ずるおそれがあ
る。
(3) 発明の目的
本発明は、上記の問題点を解決するものであつ
て、アクセス対象をアクセスの性質によつてグル
ープ分けし、ある条件によつてグループ毎に
LRUを働かせることにより、他グループへの影
響を小さくすることを目的とするものである。
て、アクセス対象をアクセスの性質によつてグル
ープ分けし、ある条件によつてグループ毎に
LRUを働かせることにより、他グループへの影
響を小さくすることを目的とするものである。
(4) 発明の構成
上記目的を達成するため、本発明の記憶領域管
理方式は、 上位記憶階層と下位記憶階層を有し、上位記憶
階層の記憶領域に下位記憶階層のデータ単位の写
しを保持する記憶システムにおいて、 下位記憶階層の記憶領域を分割して分割領域に
グループ識別子を付与し、 グループ毎に、上位記憶階層の記憶領域を占有
できる記憶量の上限値を定め、 下位記憶階層の記憶領域のデータ単位を上位記
憶階層の記憶領域にコピーしようとする際、上位
記憶階層の記憶領域にコピー対象データ単位を収
容する空領域が存在しない場合には、 上位記憶階層の記憶領域におけるコピー対象デ
ータ単位の属するグループの記憶量が、上限値以
上であるか否かを調べ、 以上でない場合には、上位記憶階層の記憶領域
に記憶されている最も昔に使用されたデータ単位
を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追い出
したデータ単位が占めていた領域にコピー対象デ
ータ単位をコピーし、 以上である場合には、コピー対象データ単位が
属するグループの中で最も昔に使用されたデータ
単位を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追
い出したデータ単位が占めていた領域にコピー対
象データ単位をコピーする ことを特徴とするものである。
理方式は、 上位記憶階層と下位記憶階層を有し、上位記憶
階層の記憶領域に下位記憶階層のデータ単位の写
しを保持する記憶システムにおいて、 下位記憶階層の記憶領域を分割して分割領域に
グループ識別子を付与し、 グループ毎に、上位記憶階層の記憶領域を占有
できる記憶量の上限値を定め、 下位記憶階層の記憶領域のデータ単位を上位記
憶階層の記憶領域にコピーしようとする際、上位
記憶階層の記憶領域にコピー対象データ単位を収
容する空領域が存在しない場合には、 上位記憶階層の記憶領域におけるコピー対象デ
ータ単位の属するグループの記憶量が、上限値以
上であるか否かを調べ、 以上でない場合には、上位記憶階層の記憶領域
に記憶されている最も昔に使用されたデータ単位
を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追い出
したデータ単位が占めていた領域にコピー対象デ
ータ単位をコピーし、 以上である場合には、コピー対象データ単位が
属するグループの中で最も昔に使用されたデータ
単位を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追
い出したデータ単位が占めていた領域にコピー対
象データ単位をコピーする ことを特徴とするものである。
(5) 発明の実施例
以下、本発明を図面を参照しつつ説明する。
第４図は本発明に使用されるハードウエアの一
実施例を示すブロツク図、第５図は本発明の一実
施例を説明するフローチヤートである。第４図に
おいて、６，１１ないし１８と２２はアンド・ゲ
ート、７はレジスタ、８はカウンタ、９と１９は
比較回路、１０と２１はオア・ゲート、２０はア
ドレス・レジスタ、２３はLRUテーブルを示す。
アンド・ゲート６の入力端子の一方にはクロツク
信号CLKが、他方には上限値セツト信号が供給
され、出力端子はレジスタ７のセツト端子に接続
される。レジスタ７の入力端子には割当上限値が
入力され、出力端子は比較回路９の一方の入力端
子に接続される。カウンタ８のカウント・アツプ
端子には割当て信号が供給され、カウント・ダウ
ン端子には解放信号が供給され、出力端子は比較
回路９の他方の入力端子に接続される。比較回路
９の出力端子はオア・ゲート１０の入力端子およ
びグループ“０”のアンド・ゲート１１の一方の
入力端子に接続される。以上のアンド・ゲート
６、レジスタ７、カウンタ８と比較回路９を有す
る回路構成はグループ“０”に係るものである
が、グループ１ないし３についても同様の回路構
成であり、それぞれの比較回路の出力端子がオ
ア・ゲート１０の入力端子および対応するアン
ド・ゲート１２ないし１４の一方の入力端子に接
続されている。アンド・ゲート１１の他方の入力
端子にはグループID“00”が入力され、アンド・
ゲート１２の他方の入力端子にはグループID
“01”が入力され、アンド・ゲート１３の他方の
入力端子にはグループID“10”が入力され、アン
ド・ゲート１４の他方の入力端子にはグループ
ID“11”が入力され、アンド・ゲート１１ないし
１４の出力端子は比較回路１９の入力端子に接続
される。オア・ゲート１０の出力端子はアンド・
ゲート１５と１８の一方の入力端子に接続され
る。アンド・ゲート１５の他方の入力端子には
LRU起動信号が入力され、出力端子はアンド・
ゲート１６の他方の入力端子に接続される。アン
ド・ゲート１８の他方の入力端子にはタイミング
信号Ｔが供給され、出力端子は比較回路１９のセ
ツト端子に接続される。比較回路１９の入力端子
にはLRUテーブル２３からひかれたグループID
が入力され、出力端子はオア・ゲート２１の入力
端子に接続される。オア・ゲート２１の出力端子
はアンド・ゲート２２の他方の入力端子に接続さ
れる。アンド・ゲート１６の一方の入力端子には
タイミング信号Ｔが入力され、出力端子はアドレ
ス・レジスタ２０のアドレス・セツト端子に接続
される。アンド・ゲート１７の一方の入力端子に
はLRUテーブル２３の中のアドレス信号ｑが入
力され、他方の入力端子にはLRU起動信号が入
力され、出力端子はアドレス・レジスタ２０の入
力端子に接続される。アドレス・レジスタ２０の
出力端子はアンド・ゲート２２の一方の入力端子
およびLRUテーブル２３の読み出し部に接続さ
れる。LRUテーブルは第５図に示すようにドラ
イブ／トラツク・アドレスとグループIDが収納
され、割当上限値は第６図に示すようにグループ
ID毎に設定される。
実施例を示すブロツク図、第５図は本発明の一実
施例を説明するフローチヤートである。第４図に
おいて、６，１１ないし１８と２２はアンド・ゲ
ート、７はレジスタ、８はカウンタ、９と１９は
比較回路、１０と２１はオア・ゲート、２０はア
ドレス・レジスタ、２３はLRUテーブルを示す。
アンド・ゲート６の入力端子の一方にはクロツク
信号CLKが、他方には上限値セツト信号が供給
され、出力端子はレジスタ７のセツト端子に接続
される。レジスタ７の入力端子には割当上限値が
入力され、出力端子は比較回路９の一方の入力端
子に接続される。カウンタ８のカウント・アツプ
端子には割当て信号が供給され、カウント・ダウ
ン端子には解放信号が供給され、出力端子は比較
回路９の他方の入力端子に接続される。比較回路
９の出力端子はオア・ゲート１０の入力端子およ
びグループ“０”のアンド・ゲート１１の一方の
入力端子に接続される。以上のアンド・ゲート
６、レジスタ７、カウンタ８と比較回路９を有す
る回路構成はグループ“０”に係るものである
が、グループ１ないし３についても同様の回路構
成であり、それぞれの比較回路の出力端子がオ
ア・ゲート１０の入力端子および対応するアン
ド・ゲート１２ないし１４の一方の入力端子に接
続されている。アンド・ゲート１１の他方の入力
端子にはグループID“00”が入力され、アンド・
ゲート１２の他方の入力端子にはグループID
“01”が入力され、アンド・ゲート１３の他方の
入力端子にはグループID“10”が入力され、アン
ド・ゲート１４の他方の入力端子にはグループ
ID“11”が入力され、アンド・ゲート１１ないし
１４の出力端子は比較回路１９の入力端子に接続
される。オア・ゲート１０の出力端子はアンド・
ゲート１５と１８の一方の入力端子に接続され
る。アンド・ゲート１５の他方の入力端子には
LRU起動信号が入力され、出力端子はアンド・
ゲート１６の他方の入力端子に接続される。アン
ド・ゲート１８の他方の入力端子にはタイミング
信号Ｔが供給され、出力端子は比較回路１９のセ
ツト端子に接続される。比較回路１９の入力端子
にはLRUテーブル２３からひかれたグループID
が入力され、出力端子はオア・ゲート２１の入力
端子に接続される。オア・ゲート２１の出力端子
はアンド・ゲート２２の他方の入力端子に接続さ
れる。アンド・ゲート１６の一方の入力端子には
タイミング信号Ｔが入力され、出力端子はアドレ
ス・レジスタ２０のアドレス・セツト端子に接続
される。アンド・ゲート１７の一方の入力端子に
はLRUテーブル２３の中のアドレス信号ｑが入
力され、他方の入力端子にはLRU起動信号が入
力され、出力端子はアドレス・レジスタ２０の入
力端子に接続される。アドレス・レジスタ２０の
出力端子はアンド・ゲート２２の一方の入力端子
およびLRUテーブル２３の読み出し部に接続さ
れる。LRUテーブルは第５図に示すようにドラ
イブ／トラツク・アドレスとグループIDが収納
され、割当上限値は第６図に示すようにグループ
ID毎に設定される。
以上の構成により本発明の一実施例を第７図の
フロー・チヤートに沿つて説明する。占有できる
記憶領域量（割当上限値）Ｌ(i)はレジスタ７、占
有領域量Ａ(i)は割当、解放に従い増、減するカウ
ンタ８（ｉはグループｉの意味）から読み出さ
れ、両者は比較回路９において比較される。そこ
で、ホスト・コンピユータ１からアクセスがあつ
たが、第２図のフロー・チヤートのの処理にお
いてバツフア・テーブルに登録されておらず、空
領域がないときは次のように処理を行う。
フロー・チヤートに沿つて説明する。占有できる
記憶領域量（割当上限値）Ｌ(i)はレジスタ７、占
有領域量Ａ(i)は割当、解放に従い増、減するカウ
ンタ８（ｉはグループｉの意味）から読み出さ
れ、両者は比較回路９において比較される。そこ
で、ホスト・コンピユータ１からアクセスがあつ
たが、第２図のフロー・チヤートのの処理にお
いてバツフア・テーブルに登録されておらず、空
領域がないときは次のように処理を行う。
LRUによる置き換え処理が開始される。
各グループのカウンタ８の出力Ａ(i)、即ち占
有領域量が割当上限値Ｌ(i)に達しているかどう
かを比較回路９により判定する。Yesの場合は
を経て、Noの場合はを経ての処理を
する。
有領域量が割当上限値Ｌ(i)に達しているかどう
かを比較回路９により判定する。Yesの場合は
を経て、Noの場合はを経ての処理を
する。
オア・ゲート１０の出力とLRU起動信号に
よりアンド・ゲート１５の条件が成立し、アン
ド・ゲート１５の出力とタイミング信号Ｔによ
りアンド・ゲート１６の条件が成立するのでア
ドレス・レジスタ２０にアドレス信号ｑがセツ
トされる。アドレス・レジスタ２０により
LRUテーブル２３からそのアドレスのグルー
プIDがひかれる。このグループIDは比較回路
１９においてアクセスのあつたグループのアン
ド・ゲート１１ないし１４の出力と比較され
る。その結果不一致のときはアドレスが更新さ
れ、再びLRUテーブル２３から次のアドレス
のグループIDがひかれて同様に比較回路１９
においてアンド・ゲート１１ないし１４の出力
と比較され、比較回路１９から一致出力が得ら
れるまで繰り返えされる。一致出力が得られる
とアンド・ゲート２２からグループIDの一致
したアドレス信号が出力される。このように
LRUテーブル２３でグループID＝ｉのエント
リを下から探し「LRUエントリ」とする。
よりアンド・ゲート１５の条件が成立し、アン
ド・ゲート１５の出力とタイミング信号Ｔによ
りアンド・ゲート１６の条件が成立するのでア
ドレス・レジスタ２０にアドレス信号ｑがセツ
トされる。アドレス・レジスタ２０により
LRUテーブル２３からそのアドレスのグルー
プIDがひかれる。このグループIDは比較回路
１９においてアクセスのあつたグループのアン
ド・ゲート１１ないし１４の出力と比較され
る。その結果不一致のときはアドレスが更新さ
れ、再びLRUテーブル２３から次のアドレス
のグループIDがひかれて同様に比較回路１９
においてアンド・ゲート１１ないし１４の出力
と比較され、比較回路１９から一致出力が得ら
れるまで繰り返えされる。一致出力が得られる
とアンド・ゲート２２からグループIDの一致
したアドレス信号が出力される。このように
LRUテーブル２３でグループID＝ｉのエント
リを下から探し「LRUエントリ」とする。
オア・ゲート１０の出力の反転入力によりオ
ア・ゲート２１の出力がアンド・ゲート２２に
供給され、アンド・ゲート２２からアドレス信
号ｑが出力される。このようにLRUテーブル
２３の最下位のエントリを「LRUエントリ」
とする。
ア・ゲート２１の出力がアンド・ゲート２２に
供給され、アンド・ゲート２２からアドレス信
号ｑが出力される。このようにLRUテーブル
２３の最下位のエントリを「LRUエントリ」
とする。
アンド・ゲート２２の出力信号によりLRU
エントリの領域が解放され、LRUテーブルの
置き換えが行われる。
エントリの領域が解放され、LRUテーブルの
置き換えが行われる。
第６図は本発明に使用されるLRUテーブルを
示す図で、各エントリにはドライブ／トラツク・
アドレスとグループIDが記入されている。一個
のエントリはバツフア記憶装置３の一個の管理記
憶単位に対応する。第７図は本発明に使用される
グループIDと割当上限値との対応表を示す図で
ある。第８図は本発明に使用されるエクステン
ト・テーブルを示す図で、各エントリには機番フ
イールドとトラツク・アドレス・フイールドとグ
ループIDフイールドとがある。機番フイールド
とトラツク・アドレス・フイールドにはバツフア
記憶装置３に格納すべき記憶単位が記入されてい
る。第９図はバツフア・テーブルを示す図で、各
エントリにはバツフア記憶装置３に格納されてい
る記憶単位のトラツク・アドレスとバツフア記憶
位置が記入されている。例えば、データ・セツト
Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄがデイスク記憶装置５にある場合
は、これらのデータ・セツトは、例えばアクセス
の仕方、即ちアクセスがランダムに行われるの
か、シーケンシヤルに行われるのか等により、或
いはアクセス頻度、即ち単位時間当りのアクセス
回数により、或いはライト／リード比により、或
いはレスポンス要求時間により、データ・セツト
ＡとＢは同グループに、データ・セツトＣとＤは
別グループにというようにグループ分けが行われ
る。
示す図で、各エントリにはドライブ／トラツク・
アドレスとグループIDが記入されている。一個
のエントリはバツフア記憶装置３の一個の管理記
憶単位に対応する。第７図は本発明に使用される
グループIDと割当上限値との対応表を示す図で
ある。第８図は本発明に使用されるエクステン
ト・テーブルを示す図で、各エントリには機番フ
イールドとトラツク・アドレス・フイールドとグ
ループIDフイールドとがある。機番フイールド
とトラツク・アドレス・フイールドにはバツフア
記憶装置３に格納すべき記憶単位が記入されてい
る。第９図はバツフア・テーブルを示す図で、各
エントリにはバツフア記憶装置３に格納されてい
る記憶単位のトラツク・アドレスとバツフア記憶
位置が記入されている。例えば、データ・セツト
Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄがデイスク記憶装置５にある場合
は、これらのデータ・セツトは、例えばアクセス
の仕方、即ちアクセスがランダムに行われるの
か、シーケンシヤルに行われるのか等により、或
いはアクセス頻度、即ち単位時間当りのアクセス
回数により、或いはライト／リード比により、或
いはレスポンス要求時間により、データ・セツト
ＡとＢは同グループに、データ・セツトＣとＤは
別グループにというようにグループ分けが行われ
る。
このように各グループの占有領域量で上限値に
達していない時の動作は単純LRUと同じである
が、あるグループのアクセスが膨んで新規のステ
ージングが大量に発生すると、そのグループの占
有領域量は上限値に到達する。その時には、その
グループの占有量がこれ以上増えないようにその
グループ内のLRUが行われる。その後、他グル
ープのステージングが増加してくると、このグル
ープのトラツクが追い出され再び単純LRUの動
作に戻る。
達していない時の動作は単純LRUと同じである
が、あるグループのアクセスが膨んで新規のステ
ージングが大量に発生すると、そのグループの占
有領域量は上限値に到達する。その時には、その
グループの占有量がこれ以上増えないようにその
グループ内のLRUが行われる。その後、他グル
ープのステージングが増加してくると、このグル
ープのトラツクが追い出され再び単純LRUの動
作に戻る。
本発明によれば、トラツクをいくつかのグルー
プに分けるが、LRUテーブル自体は一つである。
但し各グループに対して割当ての上限値を設け
る。上限値はトラツク数でも良いし、領域の管理
単位（ブロツク）でも良い。各グループの上限値
の合計は実際のバツフア容量を越えていても良
い。上限値はグループ内トラツクによる過占有状
態の抑止のためにあり、LRUテーブルをグルー
プ毎に持つこととは異なる。
プに分けるが、LRUテーブル自体は一つである。
但し各グループに対して割当ての上限値を設け
る。上限値はトラツク数でも良いし、領域の管理
単位（ブロツク）でも良い。各グループの上限値
の合計は実際のバツフア容量を越えていても良
い。上限値はグループ内トラツクによる過占有状
態の抑止のためにあり、LRUテーブルをグルー
プ毎に持つこととは異なる。
各グループの上限値の合計をバツフア容量に等
しいようにしておくと、グループ毎のLRUと同
じことになる。その場合、領域の無駄は生ずるか
もしれないが、グループとしていつも一定の領域
量を確保することができる。
しいようにしておくと、グループ毎のLRUと同
じことになる。その場合、領域の無駄は生ずるか
もしれないが、グループとしていつも一定の領域
量を確保することができる。
(6) 発明の効果
以上の説明から明らかなように、本発明によれ
ば、定常状態では単純なLRUであるが、あるグ
ループによる占有量の増加に対して歯止めをかけ
ることができる。従つてアクセスの性質によつて
グループ分けして、グループ毎に適切な上限値を
設定して占有領域量を制限でき、他グループの必
要なトラツクが追い出されることはなく、領域の
無駄が生じないのでデイスク・キヤツシユとして
安定した性能が期待できる。
ば、定常状態では単純なLRUであるが、あるグ
ループによる占有量の増加に対して歯止めをかけ
ることができる。従つてアクセスの性質によつて
グループ分けして、グループ毎に適切な上限値を
設定して占有領域量を制限でき、他グループの必
要なトラツクが追い出されることはなく、領域の
無駄が生じないのでデイスク・キヤツシユとして
安定した性能が期待できる。
第１図はデイスク・キヤツシユ・サブシステム
を説明するブロツク図、第２図はデイスク・キヤ
ツシユ・サブシステムの処理を説明するフロー・
チヤート、第３図は従来のLRUテーブルを示す
図、第４図は本発明に使用されるハードウエアの
一実施例を示すブロツク図、第５図は本発明の一
実施例を説明するフローチヤート、第６図は本発
明に使用されるLRUテーブルを示す図、第７図
は本発明に使用されるグループIDと割当上限値
との対応表を示す図、第８図は本発明に使用され
るエクステント・テーブルを示す図、第９図はバ
ツフア・テーブルを示す図である。 １…ホスト・コンピユータ、２…デイスク／デ
イスク・キヤツシユ制御装置、３…バツフア記憶
装置、４…デイスク制御アダプタ、５…デイスク
記憶装置、６，１１ないし１８と２２…アンド・
ゲート、７…レジスタ、８…カウンタ、９と１９
…比較回路、１０と２１…オア・ゲート、２０…
アドレス・レジスタ、２３…LRUテーブル。
を説明するブロツク図、第２図はデイスク・キヤ
ツシユ・サブシステムの処理を説明するフロー・
チヤート、第３図は従来のLRUテーブルを示す
図、第４図は本発明に使用されるハードウエアの
一実施例を示すブロツク図、第５図は本発明の一
実施例を説明するフローチヤート、第６図は本発
明に使用されるLRUテーブルを示す図、第７図
は本発明に使用されるグループIDと割当上限値
との対応表を示す図、第８図は本発明に使用され
るエクステント・テーブルを示す図、第９図はバ
ツフア・テーブルを示す図である。 １…ホスト・コンピユータ、２…デイスク／デ
イスク・キヤツシユ制御装置、３…バツフア記憶
装置、４…デイスク制御アダプタ、５…デイスク
記憶装置、６，１１ないし１８と２２…アンド・
ゲート、７…レジスタ、８…カウンタ、９と１９
…比較回路、１０と２１…オア・ゲート、２０…
アドレス・レジスタ、２３…LRUテーブル。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ 上位記憶階層と下位記憶階層を有し、上位記
憶階層の記憶領域に下位記憶階層のデータ単位の
写しを保持する記憶システムにおいて、 下位記憶階層の記憶領域を分割して分割領域に
グループ識別子を付与し、 グループ毎に、上位記憶階層の記憶領域を占有
できる記憶量の上限値を定め、 下位記憶階層の記憶領域のデータ単位を上位記
憶階層の記憶領域にコピーしようとする際、上位
記憶階層の記憶領域にコピー対象データ単位を収
容する空領域が存在しない場合には、 上位記憶階層の記憶領域におけるコピー対象デ
ータ単位の属するグループの記憶量が、上限値以
上であるか否かを調べ、 以上でない場合には、上位記憶階層の記憶領域
に記憶されている最も昔に使用されたデータ単位
を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追い出
したデータ単位が占めていた領域にコピー対象デ
ータ単位をコピーし、 以上である場合には、コピー対象データ単位が
属するグループの中で最も昔に使用されたデータ
単位を上位記憶階層の記憶領域から追い出し、追
い出したデータ単位が占めていた領域にコピー対
象データ単位をコピーする ことを特徴とする記憶領域管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57028643A JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57028643A JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58144961A JPS58144961A (ja) | 1983-08-29 |
| JPH0370259B2 true JPH0370259B2 (ja) | 1991-11-07 |
Family
ID=12254194
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57028643A Granted JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58144961A (ja) |
Families Citing this family (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60118949A (ja) * | 1983-11-30 | 1985-06-26 | Fujitsu Ltd | セル・プ−ル動的返却制御方式 |
| JPH04220741A (ja) * | 1990-12-21 | 1992-08-11 | Fujitsu Ltd | キャッシュメモリの管理方法 |
| JP3933027B2 (ja) | 2002-10-17 | 2007-06-20 | 日本電気株式会社 | ディスクアレイ装置におけるキャッシュメモリ分割管理方式 |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5420098A (en) * | 1977-07-15 | 1979-02-15 | Bayer Ag | Preparation of linear isocyanate polyaddition product having hydroxyl group in side chain |
| JPS5622280A (en) * | 1979-07-30 | 1981-03-02 | Fujitsu Ltd | Replacement processing system |
| JPS5652447A (en) * | 1979-10-02 | 1981-05-11 | Nec Corp | Working set control system |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS54108621U (ja) * | 1978-01-13 | 1979-07-31 |
-
1982
- 1982-02-24 JP JP57028643A patent/JPS58144961A/ja active Granted
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5420098A (en) * | 1977-07-15 | 1979-02-15 | Bayer Ag | Preparation of linear isocyanate polyaddition product having hydroxyl group in side chain |
| JPS5622280A (en) * | 1979-07-30 | 1981-03-02 | Fujitsu Ltd | Replacement processing system |
| JPS5652447A (en) * | 1979-10-02 | 1981-05-11 | Nec Corp | Working set control system |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS58144961A (ja) | 1983-08-29 |
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