JPH0465416B2 - - Google Patents
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- JPH0465416B2 JPH0465416B2 JP58080886A JP8088683A JPH0465416B2 JP H0465416 B2 JPH0465416 B2 JP H0465416B2 JP 58080886 A JP58080886 A JP 58080886A JP 8088683 A JP8088683 A JP 8088683A JP H0465416 B2 JPH0465416 B2 JP H0465416B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- job
- main memory
- control method
- memory control
- referenced
- Prior art date
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- Expired - Lifetime
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 38
- 238000013507 mapping Methods 0.000 claims description 11
- 238000012545 processing Methods 0.000 claims description 8
- 238000005259 measurement Methods 0.000 claims 21
- 230000001186 cumulative effect Effects 0.000 claims 6
- 230000006870 function Effects 0.000 description 31
- 238000012544 monitoring process Methods 0.000 description 18
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 4
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 238000013519 translation Methods 0.000 description 2
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 1
- 238000004904 shortening Methods 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
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の利用分野〕
本発明は、仮想記憶を有する計算機システムに
おいて、実行可能な複数ジヨブに割当てる主記憶
制御方式に関する。
おいて、実行可能な複数ジヨブに割当てる主記憶
制御方式に関する。
第１図は仮想記憶方式の計算機システムの構成
を示すもので、CPU１１はカード１２から入力
されたジヨブを実行し、ラインプリンタ１３へ出
力する。
を示すもので、CPU１１はカード１２から入力
されたジヨブを実行し、ラインプリンタ１３へ出
力する。
ページングフアイル１４は、仮想記憶容量が主
記憶１５の容量よりも大きくなつたときに、あふ
れた仮想記憶域を保持する目的で使用される。
記憶１５の容量よりも大きくなつたときに、あふ
れた仮想記憶域を保持する目的で使用される。
一般に、仮想記憶方式では主記憶よりも大きな
論理的な記憶域（仮想記憶）をプログラマに提供
している。第２図にその概略を示す。仮想記憶２
１はプログラマに提供される論理的な記憶域であ
る。プログラマが仮想記憶２１内のある論理アド
レスａを参照すると、論理アドレスａはアドレス
変換テーブル２２によつて主記憶２３上の番地
a′に変換される。この結果、主記憶２３上の番地
a′で指定されたデータがあたかも仮想記憶２１上
の論理アドレスａのごとく参照される。通常、仮
想記憶２１の提供する論理アドレスは主記憶２３
よりも大きい。このため、仮想記憶２１上のすべ
てのデータがアドレス変換テーブル２２によつて
主記憶２３上のデータと対応付けされないことに
なる。このように仮想記憶２１の中で主記憶２３
との対応関係のない部分は補助記憶２４に格納し
ておく。このような仮想記憶２１上の論理アドレ
スを参照すると、マツピングフオールトが発生す
る。このようなときは、主記憶２３上にあるデー
タを補助記憶２４に退避して主記憶２３上に空領
域を作り、その後、参照しようとしているデータ
を補助記憶２４から主記憶２３上の空領域に読込
む。そして、アドレス変換テーブル22に仮想記憶
２１と主記憶２３の対応関係を回復する必要があ
る。このように、仮想記憶方式ではマツピングフ
オールトが発生すると、仮想記憶２１と主記憶２
３の対応関係を回復するまでマツピングフオール
トを起したジヨブの実行が中断されるので性能の
低下が生ずる。このため、マツピングフオールト
の発生回数の削減、回復時間の短縮が性能上の課
題となつている。
論理的な記憶域（仮想記憶）をプログラマに提供
している。第２図にその概略を示す。仮想記憶２
１はプログラマに提供される論理的な記憶域であ
る。プログラマが仮想記憶２１内のある論理アド
レスａを参照すると、論理アドレスａはアドレス
変換テーブル２２によつて主記憶２３上の番地
a′に変換される。この結果、主記憶２３上の番地
a′で指定されたデータがあたかも仮想記憶２１上
の論理アドレスａのごとく参照される。通常、仮
想記憶２１の提供する論理アドレスは主記憶２３
よりも大きい。このため、仮想記憶２１上のすべ
てのデータがアドレス変換テーブル２２によつて
主記憶２３上のデータと対応付けされないことに
なる。このように仮想記憶２１の中で主記憶２３
との対応関係のない部分は補助記憶２４に格納し
ておく。このような仮想記憶２１上の論理アドレ
スを参照すると、マツピングフオールトが発生す
る。このようなときは、主記憶２３上にあるデー
タを補助記憶２４に退避して主記憶２３上に空領
域を作り、その後、参照しようとしているデータ
を補助記憶２４から主記憶２３上の空領域に読込
む。そして、アドレス変換テーブル22に仮想記憶
２１と主記憶２３の対応関係を回復する必要があ
る。このように、仮想記憶方式ではマツピングフ
オールトが発生すると、仮想記憶２１と主記憶２
３の対応関係を回復するまでマツピングフオール
トを起したジヨブの実行が中断されるので性能の
低下が生ずる。このため、マツピングフオールト
の発生回数の削減、回復時間の短縮が性能上の課
題となつている。
仮想記憶２１の容量が主記憶２３よりも大であ
る場合にはマツピングフオールト発生の際に、主
記憶２３上のある領域を補助記憶２４に退避し空
領域を作る必要がある。退避したり回復したりす
る記憶域の大きさは一定であり、これをページと
呼ぶ。そこで、マツピングフオールト発生時に主
記憶２３の中から補助記憶２４に退避すべきペー
ジを決定する手順をページ・リプレースメント・
アルゴリズムと呼ぶことにする。従来よく知られ
ているページ・リプレースメント・アルゴリズム
にワーキングセツト法がある。このアルゴリズム
では、第３図に示すように、ジヨブが演算処理装
置を使用した時間をジヨブ時間ｔとすると、（ｔ
−Ｔ，ｔ）なる時間内にジヨブの参照したページ
の集合Ｗ（ｔ，Ｔ）を主記憶に保存し、Ｗ（ｔ，
Ｔ）以外のページを補助記憶に退避する。ここ
で、Ｔなる値は各ジヨブに割付ける主記憶容量を
決定する重要なパラメータであり、ウインドサイ
ズと呼ばれている。
る場合にはマツピングフオールト発生の際に、主
記憶２３上のある領域を補助記憶２４に退避し空
領域を作る必要がある。退避したり回復したりす
る記憶域の大きさは一定であり、これをページと
呼ぶ。そこで、マツピングフオールト発生時に主
記憶２３の中から補助記憶２４に退避すべきペー
ジを決定する手順をページ・リプレースメント・
アルゴリズムと呼ぶことにする。従来よく知られ
ているページ・リプレースメント・アルゴリズム
にワーキングセツト法がある。このアルゴリズム
では、第３図に示すように、ジヨブが演算処理装
置を使用した時間をジヨブ時間ｔとすると、（ｔ
−Ｔ，ｔ）なる時間内にジヨブの参照したページ
の集合Ｗ（ｔ，Ｔ）を主記憶に保存し、Ｗ（ｔ，
Ｔ）以外のページを補助記憶に退避する。ここ
で、Ｔなる値は各ジヨブに割付ける主記憶容量を
決定する重要なパラメータであり、ウインドサイ
ズと呼ばれている。
ワーキング・セツト法は複数のジヨブが主記憶
内に存在するとき、各ジヨブがその時点で必要と
する主記憶容量を示すことになるため、各々のジ
ヨブが必要とする主記憶域の割付け法として優れ
ているとされている。従来、ワーキング・セツト
法におけるウインドサイズＴの値を設定する良い
方法が知られていず、次のような問題点があつ
た。つまり、Ｔの値を大きくしすぎるとジヨブが
既に必要としない仮想記憶域を主記憶に対応付け
てジヨブに割付けることになり主記憶を無駄に浪
費することになる。一方、Ｔの値が小さすぎると
ジヨブの必要とする仮想記憶域が主記憶に割付け
られていないため、マツピングフオールトが多発
し、計算機システムの性能が低下することにな
る。
内に存在するとき、各ジヨブがその時点で必要と
する主記憶容量を示すことになるため、各々のジ
ヨブが必要とする主記憶域の割付け法として優れ
ているとされている。従来、ワーキング・セツト
法におけるウインドサイズＴの値を設定する良い
方法が知られていず、次のような問題点があつ
た。つまり、Ｔの値を大きくしすぎるとジヨブが
既に必要としない仮想記憶域を主記憶に対応付け
てジヨブに割付けることになり主記憶を無駄に浪
費することになる。一方、Ｔの値が小さすぎると
ジヨブの必要とする仮想記憶域が主記憶に割付け
られていないため、マツピングフオールトが多発
し、計算機システムの性能が低下することにな
る。
本発明の目的は、主記憶のジヨブへの割り当て
をより有効に行いうる主記憶制御方式を提供する
ことにある。
をより有効に行いうる主記憶制御方式を提供する
ことにある。
このような目的を達成するために、本発明では
非参照か否かを判断する期間（ワーキングセツト
法にいうウインドウがその一例である）を、主記
憶の負荷が大きいとき、長くするようにした。具
体的には以下のように制御する。一定時間間隔で
ジヨブに割付けられているページがワーキング・
セツトに属していることを判定する。ワーキン
グ・セツトから外れたページは空領域の候補とな
る。このときのウインドサイズＴの値は主記憶中
の空領域量に依存して決定される。空領域はマツ
ピング・フオールト時に必要とされるために、あ
らかじめある水準に保つ必要がある。したがつ
て、空領域量が大であれば主記憶に対する需要は
少ないと判断してウインドサイズＴを大きくす
る。このため、ジヨブには十分大きな主記憶が割
付けられ、マツピングフオールトの発生が削減さ
れる。逆に、空領域量が小であれば、主記憶に対
する需要が大きいと判断されるので、ウインドサ
イズＴを小とする。この結果、ジヨブに割付けら
れている主記憶のうち、利用度が低く将来使用さ
れる確度の低い部分を空領域の候補とすることが
できる。つまり、空領域の供給が促進されるため
に、空領域量の水準維持に有効となる。以上の主
記憶制御方式が本発明の特徴である。
非参照か否かを判断する期間（ワーキングセツト
法にいうウインドウがその一例である）を、主記
憶の負荷が大きいとき、長くするようにした。具
体的には以下のように制御する。一定時間間隔で
ジヨブに割付けられているページがワーキング・
セツトに属していることを判定する。ワーキン
グ・セツトから外れたページは空領域の候補とな
る。このときのウインドサイズＴの値は主記憶中
の空領域量に依存して決定される。空領域はマツ
ピング・フオールト時に必要とされるために、あ
らかじめある水準に保つ必要がある。したがつ
て、空領域量が大であれば主記憶に対する需要は
少ないと判断してウインドサイズＴを大きくす
る。このため、ジヨブには十分大きな主記憶が割
付けられ、マツピングフオールトの発生が削減さ
れる。逆に、空領域量が小であれば、主記憶に対
する需要が大きいと判断されるので、ウインドサ
イズＴを小とする。この結果、ジヨブに割付けら
れている主記憶のうち、利用度が低く将来使用さ
れる確度の低い部分を空領域の候補とすることが
できる。つまり、空領域の供給が促進されるため
に、空領域量の水準維持に有効となる。以上の主
記憶制御方式が本発明の特徴である。
以下、本発明の内容を実施例に従つて説明す
る。第４図は仮想記憶方式の計算機システムの主
記憶制御に必要な機能の一例を示すものである。
第１図のCPU１１によつて実行される。主記憶
負荷監視機構４０は第４図に示すように過去に要
求された主記憶量を監視している。仮想記憶方式
ではマツピング・フオールトとタイムシエアリン
グシステム（TSSと省略する）におけるコマン
ド入力やオンライン・システムにおけるトランザ
クシヨンの入力に伴うスワツプ・イン（コマンド
やトランザクシヨンの処理に必要なプログラムや
データを第１図におけるページング・フアイル１
５から主記憶１６に転送する操作）の際に主記憶
が必要となる。主記憶負荷監視機構４０はこのよ
うな主記憶を必要とする事象が発生する毎に主記
憶中の空領域量を監視する機能を備える。
る。第４図は仮想記憶方式の計算機システムの主
記憶制御に必要な機能の一例を示すものである。
第１図のCPU１１によつて実行される。主記憶
負荷監視機構４０は第４図に示すように過去に要
求された主記憶量を監視している。仮想記憶方式
ではマツピング・フオールトとタイムシエアリン
グシステム（TSSと省略する）におけるコマン
ド入力やオンライン・システムにおけるトランザ
クシヨンの入力に伴うスワツプ・イン（コマンド
やトランザクシヨンの処理に必要なプログラムや
データを第１図におけるページング・フアイル１
５から主記憶１６に転送する操作）の際に主記憶
が必要となる。主記憶負荷監視機構４０はこのよ
うな主記憶を必要とする事象が発生する毎に主記
憶中の空領域量を監視する機能を備える。
一方、図４における主記憶参照履歴監視機能４
１は一定時間周期Ｐ（たとえば１秒）で働く。主
記憶参照履歴監視機能４１のより詳細な機能を第
５図に示す。ここで空ページ数は先に説明したよ
うに第４図における主記憶負荷監視機能４０によ
る空領域量の監視によつて得られる値である。空
ページ数はウインドサイズＴを決定するために
LVL1，LVL2，LVL3なる値と比較される。ウ
インドサイズの値は、5qＴ20q、なる範囲を
空ページ数の値に依存して変化する。つまり、 （空ページ数）≧LVL1、ならば、Ｔ＝20q LVL1＞（空ページ数）≧LVL2、ならば、Ｔ＝
15q LVL2＞（空ページ数）≧LVL3、ならば、Ｔ＝
10q そして、 LVL3＞（空ページ数）、ならば、Ｔ＝5q と決定される。ここで、ｑの値は演算処理装置に
よる命令実行数の単位とし、たとえば、ｑの値を
200000命令実行回数（ステツプ）とする。このよ
うな場合には、Ｔの値は百万ステツプから四百万
ステツプの値を変化することになる。
１は一定時間周期Ｐ（たとえば１秒）で働く。主
記憶参照履歴監視機能４１のより詳細な機能を第
５図に示す。ここで空ページ数は先に説明したよ
うに第４図における主記憶負荷監視機能４０によ
る空領域量の監視によつて得られる値である。空
ページ数はウインドサイズＴを決定するために
LVL1，LVL2，LVL3なる値と比較される。ウ
インドサイズの値は、5qＴ20q、なる範囲を
空ページ数の値に依存して変化する。つまり、 （空ページ数）≧LVL1、ならば、Ｔ＝20q LVL1＞（空ページ数）≧LVL2、ならば、Ｔ＝
15q LVL2＞（空ページ数）≧LVL3、ならば、Ｔ＝
10q そして、 LVL3＞（空ページ数）、ならば、Ｔ＝5q と決定される。ここで、ｑの値は演算処理装置に
よる命令実行数の単位とし、たとえば、ｑの値を
200000命令実行回数（ステツプ）とする。このよ
うな場合には、Ｔの値は百万ステツプから四百万
ステツプの値を変化することになる。
第５図に示したように、ウインドサイズＴは空
ページ数に依存して決定する。このようにして求
めたＴをもとに、INT＝Ｔ／ｎ、なる値を求め
る。ここでｎは整数値であり、たとえばｎ＝３な
る値を使用する。そこで、ウインドサイズをｎ分
割したINTなる時間を求めておき、ジヨブに割
付けられた各ページに対して未参照時間を示す
UICを用意する。UICはカウントであり、そのジ
ヨブがCPUをINT時間以上使用したにもかかわ
らず、ジヨブに割付けられたページがINTの間
未参照ならば第６図に示すINCなる値が増分され
る。たとえば、ジヨブがCPUをINTだけ使用し
たとき、そのジヨブに割付けられたページがその
間未参照であるならば、UICの増加値は１であ
る。逆に、参照があつた場合にはUIC＝０とな
る。つまり、主記憶のすべてのページに設けられ
たUIC値はその時点において、UIC＊INTの時間
だけCPUによつて未参照であることを表示する
ことになる。ここで、ｎ＝３としてウインドサイ
ズＴを３分割した場合には、UIC値が３以上とな
つているすべてのページがワーキング・セツトの
外にあると判定できる。以上の論理により主記憶
参照履歴監視機能４１が動作する。
ページ数に依存して決定する。このようにして求
めたＴをもとに、INT＝Ｔ／ｎ、なる値を求め
る。ここでｎは整数値であり、たとえばｎ＝３な
る値を使用する。そこで、ウインドサイズをｎ分
割したINTなる時間を求めておき、ジヨブに割
付けられた各ページに対して未参照時間を示す
UICを用意する。UICはカウントであり、そのジ
ヨブがCPUをINT時間以上使用したにもかかわ
らず、ジヨブに割付けられたページがINTの間
未参照ならば第６図に示すINCなる値が増分され
る。たとえば、ジヨブがCPUをINTだけ使用し
たとき、そのジヨブに割付けられたページがその
間未参照であるならば、UICの増加値は１であ
る。逆に、参照があつた場合にはUIC＝０とな
る。つまり、主記憶のすべてのページに設けられ
たUIC値はその時点において、UIC＊INTの時間
だけCPUによつて未参照であることを表示する
ことになる。ここで、ｎ＝３としてウインドサイ
ズＴを３分割した場合には、UIC値が３以上とな
つているすべてのページがワーキング・セツトの
外にあると判定できる。以上の論理により主記憶
参照履歴監視機能４１が動作する。
主記憶参照履歴監視機能（第５図）においてウ
インドサイズＴを決定するときに用いられる
LVL1，LVL2，LVL3は第４図における空領域
値決定機能４２によつて決定される。空領域値決
定機能４２のより詳細な機能を第７図に示す。こ
の中で使用する変数値は、図４における主記憶負
荷監視機能４０が常時観測しているものであり、
その詳細は第８図に示す。第４図における主記憶
参照履歴監視機能４１によつて各ジヨブに割付け
られたUIC値は、空領域値監視機能４３によつて
１秒周期で主記憶中の空ページ数がLVL1と比較
され、もし、空ページ数がLVL1以下になると空
領域確保機能４４に制御が渡る。第９図に空領域
値監視機能の詳細機能を示し、また第１０図に空
領域確保機能の詳細機能を示す。つまり、UIC値
は第１０図に示すように、空領域確保機能によつ
て使用される。
インドサイズＴを決定するときに用いられる
LVL1，LVL2，LVL3は第４図における空領域
値決定機能４２によつて決定される。空領域値決
定機能４２のより詳細な機能を第７図に示す。こ
の中で使用する変数値は、図４における主記憶負
荷監視機能４０が常時観測しているものであり、
その詳細は第８図に示す。第４図における主記憶
参照履歴監視機能４１によつて各ジヨブに割付け
られたUIC値は、空領域値監視機能４３によつて
１秒周期で主記憶中の空ページ数がLVL1と比較
され、もし、空ページ数がLVL1以下になると空
領域確保機能４４に制御が渡る。第９図に空領域
値監視機能の詳細機能を示し、また第１０図に空
領域確保機能の詳細機能を示す。つまり、UIC値
は第１０図に示すように、空領域確保機能によつ
て使用される。
第１０図では空領域確保をLVL1まで確保しよ
うとする。空領域の供給源は、会話ジヨブで現在
端末ユーザが次のトランザクシヨンを入力するた
めに思考時間中にある状態のものと、UIC値の大
なるもの、つまりワーキング・セツトの外に出た
ページである。思考中の状態にあるジヨブに割付
けられたページを空ページとすることをスワツプ
アウト（二次記憶に退避する）と呼び、UICの大
なるものを空ページとすることをスチールと呼
ぶ。第１０図では、スワツプアウトすべき基準と
してユーザの思考時間（SWCRE）を、スチール
の基準をUIC値としSTCREを用いる。空領域の
確保はスワツプから行ない、SWCRE以上の思考
時間の長いジヨブから主記憶を奪う。そして、
LVL1の空ページ確保がなされていないなら
STCRE以上のページのスチールを行なう。ただ
し、STCRE＜３、なるページ（つまり、ワーキ
ング・セツトに含まれるジヨブ領域）については
基本的にはスチールせず、ワーキング・セツトの
保存に努める。もし、UIC値が６以上のスチー
ル、思考時間が30秒以上のジヨブのスワツプ、等
を行なつてもLVL1の空ページ確保が不可能なと
きは、UIC値を１減少し（STCRE−１→
STCRE）また思考時間は５秒短縮し（SWCRE
−５→SWCRE）再び、スワツプとスチールを繰
返す。
うとする。空領域の供給源は、会話ジヨブで現在
端末ユーザが次のトランザクシヨンを入力するた
めに思考時間中にある状態のものと、UIC値の大
なるもの、つまりワーキング・セツトの外に出た
ページである。思考中の状態にあるジヨブに割付
けられたページを空ページとすることをスワツプ
アウト（二次記憶に退避する）と呼び、UICの大
なるものを空ページとすることをスチールと呼
ぶ。第１０図では、スワツプアウトすべき基準と
してユーザの思考時間（SWCRE）を、スチール
の基準をUIC値としSTCREを用いる。空領域の
確保はスワツプから行ない、SWCRE以上の思考
時間の長いジヨブから主記憶を奪う。そして、
LVL1の空ページ確保がなされていないなら
STCRE以上のページのスチールを行なう。ただ
し、STCRE＜３、なるページ（つまり、ワーキ
ング・セツトに含まれるジヨブ領域）については
基本的にはスチールせず、ワーキング・セツトの
保存に努める。もし、UIC値が６以上のスチー
ル、思考時間が30秒以上のジヨブのスワツプ、等
を行なつてもLVL1の空ページ確保が不可能なと
きは、UIC値を１減少し（STCRE−１→
STCRE）また思考時間は５秒短縮し（SWCRE
−５→SWCRE）再び、スワツプとスチールを繰
返す。
以上の制御方式により、主記憶中に空ページが
多い場合にはウインドサイズＴの値が大きく、こ
のためジヨブの要求する十分な主記憶割当てが可
能となりシステムの性能が向上する。一方、主記
憶中の空ページ数が小となるような主記憶への負
荷が増大した場合には、ウインドサイズＴを小さ
くし、ページのスチールを促進する機能となつて
おり、直ちに空ページの供給が可能となる。この
場合でも、ウインドサイズＴはジヨブの実行に十
分な値を保障している。
多い場合にはウインドサイズＴの値が大きく、こ
のためジヨブの要求する十分な主記憶割当てが可
能となりシステムの性能が向上する。一方、主記
憶中の空ページ数が小となるような主記憶への負
荷が増大した場合には、ウインドサイズＴを小さ
くし、ページのスチールを促進する機能となつて
おり、直ちに空ページの供給が可能となる。この
場合でも、ウインドサイズＴはジヨブの実行に十
分な値を保障している。
以上説明したごとく、本発明によれば、計算機
システムにおける主記憶への負荷に応じて、ジヨ
ブに割付けるワーキング・セツトの大きさをウイ
ンド・サイズの変化により制御することができる
ので、主記憶に対する負荷が低いときは十分な主
記憶割当てが各ジヨブに対して行なわれ、一方、
主記憶への負荷が高いときは、空ページの確保を
促進し主記憶不足状態の急速な回復ができるた
め、仮想記憶方式の計算機において負荷変動に極
めて安定した稼動を実現する効果がある。
システムにおける主記憶への負荷に応じて、ジヨ
ブに割付けるワーキング・セツトの大きさをウイ
ンド・サイズの変化により制御することができる
ので、主記憶に対する負荷が低いときは十分な主
記憶割当てが各ジヨブに対して行なわれ、一方、
主記憶への負荷が高いときは、空ページの確保を
促進し主記憶不足状態の急速な回復ができるた
め、仮想記憶方式の計算機において負荷変動に極
めて安定した稼動を実現する効果がある。
第１図は仮想記憶方式の計算機システムの構成
図、第２図は仮想記憶から主記憶への変換方法を
示す図、第３図は本発明の制御対象であるウイン
ド・サイズとワーキング・セツトの概念図、第４
図は本発明の制御方式に必要な機能の一例を示す
図、第５図は主記憶参照履歴監視機能の一例を示
すフローチヤート、第６図はUICの更新を示すフ
ローチヤート、第７図は空領域値決定機能を示す
フローチヤート、第８図は主記憶負荷監視機能を
示すフローチヤート、第９図は空領域値監視機能
を示すフローチヤート、そして、第１０図は空領
域確保機能を示すフローチヤートである。 １１……CPU（演算処理装置）、１２……カー
ドリーダ、１３……ラインプリンタ、１４……ペ
ージング・ボリユーム、１５……主記憶、２１…
…仮想記憶、２２……アドレス変換テーブル、２
３……主記憶、２４……補助記憶、４０……主記
憶負荷監視機能、４１……主記憶参照履歴監視機
能、４２……空領域値決定機能、４３……空領域
値監視機能、４４……空領域確保機能。
図、第２図は仮想記憶から主記憶への変換方法を
示す図、第３図は本発明の制御対象であるウイン
ド・サイズとワーキング・セツトの概念図、第４
図は本発明の制御方式に必要な機能の一例を示す
図、第５図は主記憶参照履歴監視機能の一例を示
すフローチヤート、第６図はUICの更新を示すフ
ローチヤート、第７図は空領域値決定機能を示す
フローチヤート、第８図は主記憶負荷監視機能を
示すフローチヤート、第９図は空領域値監視機能
を示すフローチヤート、そして、第１０図は空領
域確保機能を示すフローチヤートである。 １１……CPU（演算処理装置）、１２……カー
ドリーダ、１３……ラインプリンタ、１４……ペ
ージング・ボリユーム、１５……主記憶、２１…
…仮想記憶、２２……アドレス変換テーブル、２
３……主記憶、２４……補助記憶、４０……主記
憶負荷監視機能、４１……主記憶参照履歴監視機
能、４２……空領域値決定機能、４３……空領域
値監視機能、４４……空領域確保機能。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ 仮想記憶方式を使用し、複数のジヨブを同時
に実行する計算機システムの主記憶装置の複数の
記憶領域の内、いずれかのジヨブに割り当てられ
た前記複数の記憶領域のそれぞれを解放するか否
かを、ある時間間隔ごとに、それぞれの記憶領域
に対するそのジヨブによる参照履歴に依存して決
定する主記憶制御方式において、該主記憶装置の
負荷に関連する、該計算機システムの動作パラメ
ータを測定し、該動作パラメータの値に応じて該
時間間隔を変化させることを特徴とする主記憶制
御方式。 ２ そのジヨブに対する該経間間隔は、該計算機
システムの処理装置により実行される命令数に関
して定めた時間である第１項記載の主記憶制御方
式。 ３ 該動作パラメータとして、該主記憶装置の空
き容量を測定し、その測定結果に応じて該時間間
隔を変える第１項記載の主記憶制御方式。 ４ 該主記憶装置の空き容量に依存した測定時間
を定め、そのジヨブに割り当てられた複数の記憶
領域のそれぞれがそのジヨブにより参照されたか
否かを、該測定時間ごとに繰返し決定し、それに
より非参照と決定された記憶領域の累積的な非参
照回数を更新し、そのジヨブに割り当てられた複
数の記憶領域のそれぞれを解放するか否かの上記
決定を、それぞれの記憶領域について更新された
前記累積的な非参照回数に依存して行う第３項記
載の主記憶制御方式。 ５ 該主記憶装置の空き容量を繰り返し計測し、
その計測ごとに、計測された空き容量から該測定
期間を決定し、あるジヨブについての記憶領域が
参照されたか否かの先の決定時より該決定された
測定期間が経過した時点で、その間にそのジヨブ
に割り当てられた複数の記憶領域のそれぞれがそ
のジヨブにより参照されたか否かを決定し、それ
により非参照と決定された記憶領域の上記累積的
な非参照回数を更新する第４項記載の主記憶制御
方式。 ６ 該測定期間は、該計算機システムの処理装置
により実行される命令数に関して定めた時間であ
る第５項記載の主記憶制御方式。 ７ 該参照されたか否かの決定にあたり、あるジ
ヨブについての記憶領域が参照されたか否かの先
の決定後、該計算機システムの処理装置によりそ
のジヨブが該測定期間以上実行されたか否かを判
定し、該測定期間以上実行されたジヨブについて
該参照されたか否かの決定および該非参照回数の
更新を行う第６項記載の主記憶制御方式。 ８ 仮想記憶方式を使用し、複数のジヨブを同時
に実行する計算機システムの主記憶装置の複数の
記憶領域の内、いずれかのジヨブに割り当てられ
た前記複数の記憶領域のそれぞれを解放するか否
かを、ある時間間隔ごとに、それぞれの記憶領域
に対するそのジヨブによる参照履歴に依存して決
定する主記憶制御方式において、該主記憶装置の
空き容量を計測し、さらに該主記憶装置の負荷に
関連する、該計算機システムの該空き容量の他の
動作パラメータを測定し、該空き容量と該他の動
作パラメータとに依存して該時間間隔を変化させ
ることを特徴とする主記憶制御方式。 ９ 該空き容量と該他の動作パラメータとに依存
して測定期間を定め、そのジヨブに割り当てられ
た複数の記憶領域のそれぞれのそのジヨブによる
参照履歴を該測定期間ごとに繰り返し決定し、そ
れにより非参照と決定された記憶領域の累積的な
非参照回数を更新し、そのジヨブに割り当てられ
た複数の記憶領域のそれぞれを解放するか否かの
上記決定を、それぞれの記憶領域について更新さ
れた該累積的非参照回数に依存して行う第８項記
載の主記憶制御方式。 １０ 繰り返し該他の動作パラメータを繰返し計
測し、次に該他の動作パラメータを計測するまで
の間に該空き容量を繰り返し計測し、該空き容量
の計測ごとに、該計測された空き容量と先に計測
された該他の動作パラメータとから前記測定期間
を決定し、あるジヨブについての記憶領域が参照
されたか否かの先の決定時より該決定された測定
期間が経過した時点で、その間にそのジヨブに割
り当てられた複数の記憶領域のそれぞれがそのジ
ヨブにより参照されたか否かを決定し、それによ
り非参照と決定された記憶領域の上記累積的非参
照回数を更新する第９項記載の主記憶制御方式。 １１ 該測定期間は、該計算機システムの処理装
置により実行される命令数に関して定めた時間で
ある第９項記載の主記憶制御方式。 １２ 該記憶領域が参照されたか否かの決定にあ
たり、あるジヨブについての記憶領域が参照され
たか否かの先の決定後、該計算機システムの処理
装置によりそのジヨブが該測定期間以上実行され
たか否かを判定し、該測定期間以上実行されたジ
ヨブについて該参照されたか否かの決定および該
非参照回数の更新を行う第１１項記載の主記憶制
御方式。 １３ 該測定期間の決定においては、計測された
該他のパラメータから該主記憶装置の目標空き容
量を決定し、該目標空き容量と測定された空き容
量とを比較し、その比較結果に応じて該測定期間
を変える第１０項記載の主記憶制御方式。 １４ 該他のパラメータは、先のそれの計測時点
から現在までの複数の時点において計測し、それ
らの計測値の平均値を該他のパラメータの計測値
とする第８項記載の主記憶制御方式。 １５ 該他のパラメータは、マツピングフオール
ト回数、会話ジヨブによる会話の発生回数、平均
ワーキングセツトサイズおよび稼働端末数の少な
くとも一つを含む第８項記載の主記憶制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58080886A JPS59207479A (ja) | 1983-05-11 | 1983-05-11 | 主記憶制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58080886A JPS59207479A (ja) | 1983-05-11 | 1983-05-11 | 主記憶制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59207479A JPS59207479A (ja) | 1984-11-24 |
| JPH0465416B2 true JPH0465416B2 (ja) | 1992-10-20 |
Family
ID=13730823
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58080886A Granted JPS59207479A (ja) | 1983-05-11 | 1983-05-11 | 主記憶制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59207479A (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP1388791A4 (en) * | 2001-04-19 | 2005-09-21 | Ibm | SERVER, COMPUTER SYSTEM, OBJECT MANAGEMENT METHOD, SERVER CONTROL METHOD, COMPUTER PROGRAM |
| JP7007557B2 (ja) | 2017-08-24 | 2022-01-24 | 富士通株式会社 | 情報処理装置、プロセス管理方法およびプロセス管理プログラム |
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Family Cites Families (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JPS4410033Y1 (ja) * | 1965-08-18 | 1969-04-23 | ||
| JPS5566549U (ja) * | 1978-10-31 | 1980-05-08 | ||
| JPS55177743U (ja) * | 1979-06-06 | 1980-12-20 | ||
| JPS56141205U (ja) * | 1980-03-26 | 1981-10-24 |
-
1983
- 1983-05-11 JP JP58080886A patent/JPS59207479A/ja active Granted
Patent Citations (9)
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| JPS57169987A (en) * | 1981-04-14 | 1982-10-19 | Nec Corp | Working set managing system |
| JPS57169989A (en) * | 1981-04-14 | 1982-10-19 | Nec Corp | Working set managing system |
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| JPS57169985A (en) * | 1981-04-14 | 1982-10-19 | Nec Corp | Working set managing system |
| JPS57169986A (en) * | 1981-04-14 | 1982-10-19 | Nec Corp | Working set managing system |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS59207479A (ja) | 1984-11-24 |
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