JPH05225066A - 優先順位付けキャッシュ管理方法 - Google Patents

優先順位付けキャッシュ管理方法

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JPH05225066A
JPH05225066A JP4276316A JP27631692A JPH05225066A JP H05225066 A JPH05225066 A JP H05225066A JP 4276316 A JP4276316 A JP 4276316A JP 27631692 A JP27631692 A JP 27631692A JP H05225066 A JPH05225066 A JP H05225066A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 ステージング記憶システムにおけるＬＲＵキ
ャッシュを優先順位に基づいて管理し、複数のキャッシ
ュ優先順位を記憶管理レベルではなくデータ・セット・
レベルで管理する。 【構成】 １つの方法では、割り当てたヒット率と実際
のヒット率との符号付き差を用いて、キャッシュ・サイ
ズをデータ・クラスに動的に割り振り、そのキャッシュ
・サイズをそのクラスの優先度と関連付ける。この方法
の利点は、データ・クラスのヒット率パフォーマンスが
より優先度の低いデータ・クラスのために所定レベルを
越えて低下することがないことである。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本出願は米国特許出願第０７／３
３２，８７０号、１９８９年４月３日出願、発明の名称
「ＬＲＵ優先順位付けキャッシュの管理方法」（Ａ Ｍ
ｅｔｈｏｄｆｏｒ Ｍａｎａｇｉｎｇ Ａｎ ＬＲＵ
Ｐｒｉｏｒｉｔｉｚｅｄ Ｃａｃｈｅ」の一部継続出願
である。
【０００２】本発明はコンピュータ情報記憶装置に関
し、さらに具体的には、優先順位付けされたデータ・セ
ットと重み付け係数を基準にして、多層ステージング記
憶システムにおけるキャッシュ記憶資源を割り振る方法
に関する。
【０００３】
【従来の技術】代表的なコンピュータ・システムは、階
層ステージング記憶システム（ｈｅｉｒａｒｃｈｉｃａ
ｌ ｓｔａｇｅｄ ｓｔｏｒａｇｅ ｓｙｓｔｅｍ）に
接続された情報プロセッサを備えている。プロセッサを
基準にした各ステージの場所に採用される記憶装置のタ
イプは、速度、容量、および費用に対する要求条件のバ
ランスをとることによって決定されるのが通常である。
コンピュータのプロセスは、プロセスの実行が存続して
いる間絶えずこの記憶装置を参照し、ステージング記憶
システムに読み書きを行っている。これらの参照として
は、自己参照のほかに、あらゆるタイプの他のプロセス
やオーバレイ、データに対する参照がある。高速ランダ
ム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）を使用したデータ記憶
装置が回転式磁気媒体を使用した大容量直接アクセス記
憶装置（ＤＡＳＤ）よりも数桁高速に参照されること
は、この分野では周知である。この種の電子的ＲＡＭ記
憶装置は電荷を短距離に高速に転送することを基礎とし
ているのが代表的であるのに対し、ＤＡＳＤは磁気ディ
スク上のデータ記憶位置を読み書きヘッドに対して回転
することによって機械的に動作するのが代表的である。
ビット当たりの記憶費用はＤＡＳＤとＲＡＭでは相対的
に異なるために、ＤＡＳＤは大容量記憶装置に使用し、
電子的ＲＡＭはプロセッサ内部メモリとキャッシングに
使用する必要がある。
【０００４】多層ステージング記憶システムでは、キャ
ッシュはプロセッサと大容量で低速のメモリ・デバイス
との間に置かれているのが代表的である。例えば、然る
べきデバイスを採用したキャッシュはプロセッサと主メ
モリの間と主メモリとＤＡＳＤの間に置かれている。キ
ャッシング手法が出現したのは、プロセッサは、ストア
されたすべてのデータの中で、しばしば時間空間的に小
さなサブセットを集中的に参照するという観察からであ
る。従って、即時参照の８０％がデータ・スペースの５
％に対するものであれば、参照頻度の高いその５％をキ
ャッシュにストアしておくと、アクセス・タイムの点で
キャッシュの方が主記憶装置よりも有利であるので、平
均参照時間が大幅に減少する。キャッシングがもつ基本
的問題は、キャッシュの時間空間的資源を複数の同時並
行プロセスとプロセスが参照するデータ間で効率よく割
り振るための方式を確立することである。
【０００５】あるプロセスによって参照されたデータが
キャッシュ・メモリにあったとき、これを「ヒット（ｈ
ｉｔ）」したといい、参照されたデータのコピーは要求
したプロセスに送られる。必要とするデータがそこにな
かったときは、これを「ミス（ｍｉｓｓ）」したとい
い、要求したデータは大容量で低速の主記憶装置から読
み取られて、キャッシュと要求したプロセスの双方に転
送される。「ミス」したデータがキャッシュに追加され
ると、すでにキャッシュに置かれている特定のデータ
は、そのデータによって置換される。置換されたデータ
がＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）
アルゴリズムに従って選択されるときは、キャッシュは
ＬＲＵキャッシュと呼ばれる。
【０００６】例えば、あるテーブルを定義している連続
アドレスを参照するように単一参照が長いストリングの
形で行われるときは、ＬＲＵキャッシュの効率は低下
し、クラスタ化の利点が失われることになる。これは、
キャッシュにないデータを低速の主記憶装置から連続的
にステージング・アップする必要があり、その結果、キ
ャッシュの「フラッシング（ｆｌｕｓｈｉｎｇ）」が連
続することになるためである。「セット連想」キャッシ
ュ編成方式は１つの例であり、この分野では、キャッシ
ュ・フラッシングの影響をある長さの順次データをスト
アすることによって軽減する有用な方式として知られて
いる。
【０００７】米国特許第４，４６３，４２４号（「ＬＲ
Ｕ−ＭＲＵ管理メモリを同時並行の順次プロセス間で動
的に割り振る方法（Ｍｅｔｈｏｄ ｆｏｒ Ｄｙｎａｍ
ｉｃａｌｌｙ Ａｌｌｏｃａｔｉｎｇ ＬＲＵ−ＭＲＵ
Ｍａｎａｇｅｄ Ｍｅｍｏｒｙ Ａｍｏｎｇ Ｃｏｎ
ｃｕｒｒｅｎｔ Ｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ Ｐｒｏｃｅｓ
ｓｅｓ）」、１９８４年７月３１日発行）において、Ｍ
ｔｔａｓｏｎ他は、サンプリングした参照の追跡から概
算したヒット／ミス比率の直接的関数として、ＬＲＵキ
ャッシュの区画サイズをＣＰＵに置かれた複数の同時並
行プロセス間で動的に調整する方法を開示している。こ
の特許によれば、キャッシュの時間空間的割振りを制御
するためにヒット／ミス比率を使用して、キャッシュ効
率を向上し、フラッシングの影響を最小にすることを試
みている。
【０００８】他の従来技術として、米国特許第４，６０
３，３８２号（「動的バッファ再割振り（Ｄｙｎａｍｉ
ｃ Ｂｕｆｆｅｒ Ｒｅａｌｌｏｃａｔｉｏｎ）」、発
明者Ｃｏｌｅ他、１９８６年７月２９日発行）がある。
この特許によれば、異種テープ装置に割り振られたある
タイプのバッファのサイズを、ヒット／ミス比率（デー
タ読取りミスまたはバッファ一杯）の関数として変化さ
せる方式が開示されている。最後に、米国特許第４，４
８９，３７８号（「ディスク・キャッシュ操作における
事前フェッチ・データ量の自動調整（Ａｕｔｏｍａｔｉ
ｃ Ａｄｊｕｓｔｍｅｎｔ ｏｆ ｔｈｅ Ｑｕａｎｔ
ｉｔｙ ｏｆ Ｐｒｅ−ｆｅｔｃｈ Ｄａｔａ ｉｎ
ａ Ｄｉｓｋ Ｃａｃｈｅ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ）」、
発明者Ｄｉｘｏｎ他、１９８４年１２月１８日発行）に
よれば、キャッシュに対して事前フェッチされるデータ
量を変化させる方法が開示されている。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】プロセスの優先順位を
そのままにしておいて、優先順序付けされた区画キャッ
シュのパフォーマンスを最適化するキャッシュ管理手法
は、この分野ではまだ知られていない。また、優先順位
付けされた区画間でキャッシュ・スペースを再割り振り
し、優先順位をそのままにして、総キャッシュ効率を最
適化する方法もまだ知られていない。
【００１０】
【課題を解決するための手段および作用】従って、本発
明の目的は、１．．．Ｎの優先度クラス範囲にわたって
定義されたデータ内容をもつＬＲＵキャッシュを管理す
る方法を提供することであり、この方法によれば、グロ
ーバル・キャッシュ内のヒット率を最大にすると共に、
クラス優先度を保持することと矛盾しないように各優先
度クラスまたは区画内のキャッシュ・ヒット数を最適化
することを特徴としている。本発明の関連する目的は、
ＣＰＵに接続された多層（多数の階級，ｍｕｌｔｉ−ｅ
ｃｈｅｌｏｎ）ステージング記憶システムの予め定めた
層（階級，ｅｃｈｅｌｏｎ）に置かれたキャッシュを採
用すること、およびキャッシュに置かれたデータを循環
的に参照することにある。
【００１１】上記目的は、割り当てられたヒット／ミス
比率と実際のヒット／ミス比率との符号付き差（ｓｉｇ
ｎｅｄ ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ）を使用して、キャッシ
ュ・サイズをあるデータ・クラスに動的に割り振り、そ
の割当てをそのクラスの優先度に関連づけるようにすれ
ば、実際のキャッシュ・ヒット／ミス比率を最大化し、
データ・セット間の優先順位をそのまま残しておくこと
ができるという予想外の観察に基づいて予測した第１の
方法によって、その一部が達成される。
【００１２】この観察に基づいて実現された第１の方法
によれば、キャッシュをいくつかの区画に分割し、目標
ヒット／ミス比率を任意に割り当てることから始められ
る。次に、そのあとに行われる参照サイクル時に、各区
画に関連する実際のヒット／ミス比率が定期的にモニタ
され、各キャッシュ区画のサイズが実際のヒット／ミス
比率と目標ヒット／ミス比率との符号付き（ＳＩＧＮＥ
Ｄ）差の関数として変更される。この変更は、差が正の
時は、区画サイズを小さくし、差が負の時は、区画サイ
ズを大きくするという形で行われる。そのあと、ホスト
によってステージング記憶システムに対して参照された
データの優先度クラスが確認される。最終的には、確認
された優先度クラス１．．Ｎに関係づけられた区画
１．．Ｎに対する参照が行われるか、あるいはステージ
ング記憶システムに対する参照が行われる。
【００１３】本発明の利点の１つは、あるデータ・クラ
スのヒット／ミス比率のパフォーマンスが、より低い優
先度（割り当てられた重要度）をもつデータ・クラスに
よって所定のレベルを越えて低下することがないことで
ある。
【００１４】本発明の上記目的は、さらに、各区画をＬ
ＲＵ法によって独立に管理して、優先度を保つように
し、このようなすべての区画を同一のヒット率勾配値に
おいて動作させるようにすると、グローバル・キャッシ
ュ・ヒット率も、区画の優先度構造の保持に矛盾しない
ように最大化されるという予想外の観測に基づいて予測
した第２の方法によって達成される。キャッシュ区画ヒ
ット率とは、区画ヒット率の変化を、その変化に伴って
起こる区画スペース割振りの変化で割った比率のことで
ある。ヒット率はヒット回数およびＩ／Ｏ参照率の積と
して定義される。
【００１５】第１の方法では、キャッシュ・ヒット率関
数で表した、キャッシュ・ヒット率とキャッシュ・サイ
ズとの関係の弱さを考慮していないので、単一区画にお
いてキャッシュの不十分な利用が防止されない。例え
ば、ヒット率８０％は普通であるが、長い順次テーブル
といった、ある種の参照パターンでヒット率８０％を達
成するためには、異常に大きなキャッシュが必要にな
る。他の参照パターンに対しては、ヒット率９０％を達
成するには、キャッシュ・スペースのわずかな量で十分
であり、ヒット率目標を７０％または８０％に制限する
と、安い費用で容易に得られるパフォーマンスが無駄に
なってしまう。
【００１６】本発明の第２の方法では、ヒット率勾配を
基準にしてパフォーマンス目標を定めるために、第１の
方法で使用される各優先度クラス別の単純な目標ヒット
比率以上のものが要求される。そこで、区画の重み付け
係数という考え方が本発明に取り入れられる。各優先度
クラスに重み付け係数が割り当てられる。他のクラスに
比べて相対的重みが大きいと、その優先度クラスのパフ
ォーマンスはそれぞれのヒット率勾配と比較して大きく
なる。これらの重み付け係数からは、付加的な区画スペ
ース割振りのバイアスが得られる。つまり、優先度の高
い区画はヒット率曲線の屈折点の上方で動作することが
保証され、これに対し優先度の低い区画はヒット率曲線
の屈折点の個所あるいはその下方で動作することにな
る。この場合、各区画はそれぞれのデータ参照パターン
に該当するキャッシュ・スペース割振りを使用して動作
するので、グローバル・キャッシュ効率が最適化され
る。
【００１７】本発明の第２の方法によれば、キャッシュ
を複数の区画に分割し、優先度クラス値を割り当てるこ
とから始められる。これは、重み付け係数と任意のヒッ
ト率を各区画の初期スペース割振りに指定することによ
って行われる。その後の各参照サイクルでは、実際のヒ
ット率が各区画ごとに測定され、実際のヒット率勾配
が、測定したヒット率の変化とその変化に対応する区画
スペース割振りの変化との比率から判断される。次に実
際のヒット率勾配に、対応する区画重み付け係数が掛け
られて、各区画別に重み付けされたヒット率勾配値が求
められる。次に、最新の測定重み付けヒット率勾配値を
すべての区画間で平等化するために必要な変更量の関数
として、新しいスペース割振りが決定される。最後に、
キャッシュ・スペースが２ステップで再割り振りされ
る。最初のステップでは、正でない重み付けヒット率勾
配値をもつすべての区画は、残りのキャッシュ・スペー
スから論理的に分離され、サイズが実質的に変更されな
いまま残される。第２のステップでは、キャッシュ・ス
ペースの「残余部分」が残りの区画（正の重み付けされ
たヒット率勾配をもつ）の間で再割り振りされる。これ
は、各区画スペースの割振りを、重み付けされたヒット
率勾配値を正の勾配をもつすべての区画間で平等化する
方向に変更することによって行われる。この再割振りの
ために利用できる残余キャッシュ・スペース部分を制限
するための揮発性指標（Ｖｏｌａｔｉｌｉｔｙ Ｉｎｄ
ｅｘ）（ＶＩ）を使用することが好ましい。
【００１８】上記ステップは定期的に繰り返される。こ
れにより、複数の同時並行プロセス数が増加し、その特
性が変化したとき、クラス優先度をそのままにして総キ
ャッシュ・ヒット率が動的に再度最適化される。
【００１９】
【実施例】本発明の上述した特徴と利点を、その他の特
徴と利点と共に、添付図面を参照して、以下具体的に説
明する。
【００２０】本発明の方法は、１つまたは複数のＣＰＵ
を装備した種類のコンピュータ・システムで実行可能で
ある。この場合、各ＣＰＵには、主記憶装置、入出力チ
ャネル、制御装置、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳ
Ｄ）、その他の入出力装置が接続されている。この種の
システムは、米国特許第３，４００，３７１号（「デー
タ処理システム」（Ｄａｔａ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ
Ｓｙｓｔｅｍ））、発明者Ｇ．Ｍ．Ａｍｄｈａｌ、１９
６８年９月３日発行に記載されている。この特許明細書
に記載されているＩＢＭシステムは、プロセスの実行に
必要なものとしてコンピュータ・システムまたはそこで
稼働するオペレーティング・システムがもつ機能のすべ
てを１つの資源として備えている。代表的な資源として
は、主記憶装置、入出力装置、ＣＰＵ、データ・セッ
ト、および制御プログラムまたは処理プログラムがあ
る。さらに、この種のシステムは、「多重プログラミン
グ」の機能を備えている。多重プログラミングとは、２
つまたはそれ以上のプロセスをコンピュータ・システム
によって同時並行に実行させることであり、ＩＢＭ社の
システム／３７０／ＸＡオペレーティング・システムの
下で稼働するコンピュータ上で管理できるものである。
これについては、ＩＢＭ出版物（資料番号ＧＣ２８−１
１５４、１９７３年７月発行）に記載されており、その
他のＩＢＭ出版物はＩＢＭ社システム／３７０／ＸＡ資
料目録（資料番号ＧＣ２０／０００１）に掲載されてい
る。
【００２１】本発明は、補助記憶装置を管理し、従来の
プログラム・コンパイラとアセンブラ機能を備えた従来
のデータ管理機能をもつオペレーティング・システム環
境で使用されることを目的としている。従って、本発明
の方法は、制御の流れがＰＡＳＣＡＬ言語の構文と規則
に類似した疑似コードで記述されている。疑似コードの
構文と規則は、ＰＡＳＣＡＬの規則を参照すると理解が
しやすい。 ＰＡＳＣＡＬの規則については、Ｊｅｎｓ
ｅｎおよびＷｉｒｔｈ著「ＰＡＳＣＡＬユーザ・マニュ
アルとレポート」（ＰＡＳＣＡＬ ＵＳＥＲ ＭＡＮＵ
ＡＬ ＡＮＤＲＥＰＯＲＴ）第２版、Ｓｐｒｉｎｇｅｒ
−Ｖｅｒｌａｇ Ｎｅｗ Ｙｏｒｋ，ＮＹ（版権所有１
９７４）などの、標準的ＰＡＳＣＡＬ参考書に記載され
ている。本発明の方法を記述したステップは、ＰＡＳＣ
ＡＬに似た表記と構文で表と図に示されている。
【００２２】区画優先度を保持するための第１の方法 ＣＰＵによる接続ＤＡＳＤアクセス データ・セットはＤＡＳＤボリュームにストアされるこ
とが頻繁に行われている。ＣＰＵとＤＡＳＤとの関係
は、ＣＰＵがＳＴＡＲＴ Ｉ／Ｏ（入出力開始）命令を
呼び出したときに始まる。この命令は、ＣＰＵとアドレ
ス指定した装置との接続を確立して、その装置に対して
チャネル・プログラムの実行を開始する。ＳＴＡＲＴ
Ｉ／Ｏ命令が呼び出されると、制御は一連のチャネル・
コマンドに渡される。この一連の、つまり、連鎖された
チャネル・コマンド（ＣＣＷ）の方は、チャネルを経由
して制御装置に送られる。その目的は、装置を選択して
アクセスし、インタフェースを経由してデータ移動を行
うためである。各チャネル・プログラムはＣＰＵ内部メ
モリ、つまり、主メモリに常駐している順次命令列から
構成されている。制御装置へのＣＣＷ転送とそこでの実
行は、ＣＰＵと制御装置とが相互に接続されたあと、初
めて行われる。チャネル・プログラムの中の各命令に
は、１つまたは２つ以上の対応する命令が、活動状態の
接続を通して制御装置または装置レベルで必要になる。
最初の活動状態の接続は、初期選択シーケンスのそれで
ある。このシーケンスはＳＴＡＲＴ Ｉ／Ｏ命令で呼び
出され、初期経路が装置アドレス（仮想／実）と装置状
況（使用可能／使用中）の形で電子的にかつ論理的にセ
ットアップされる。次の活動状態の接続は、ＣＣＷ転送
と実行のそれである。ＳＥＥＫなどの制御ＣＣＷは、装
置で物理的に位置付けることまたは活動を要求する。制
御ＣＣＷを受けると、制御装置は切離しモードでそのＣ
ＣＷを実行する。
【００２３】切離しモードとは対照的に、ＲＥＡＤ Ｃ
ＣＷやＷＲＩＴＥ ＣＣＷのように、チャネルと装置間
のデータの移動に係わりがあるＣＣＷの場合は、データ
転送を行うために、制御装置とチャネルとが継続的に接
続されている必要がある。論理的に独立した経路を通し
て共用装置をアクセスする複数のＣＰＵからなる代表的
な構成は、米国特許第４，２０７，６０９号（「経路か
ら独立した装置の予約と複数ＣＰＵと共用装置アクセス
・システムの再接続のための方法と手段」（ＭＥＴＨＯ
Ｄ ＡＮＤ ＭＥＡＮＳ ＦＯＲ ＰＡＴＨ ＩＮＤＥ
ＰＥＮＤＥＮＴＤＥＶＩＣＥ ＲＥＳＥＲＶＡＴＩＯＮ
ＡＮＤ ＲＥＣＯＮＮＥＣＴＩＯＮＩＮ Ａ ＭＵＬ
Ｔ−ＣＰＵ ＡＮＤ ＳＨＡＲＥＤ ＤＥＶＩＣＥ Ａ
ＣＣＥＳＳ ＳＹＳＴＥＭ）、発明者Ｌｕｉｚ他、１９
８０年６月１０日発行に記載されている。
【００２４】優先順位付けキャッシュおよびパフォーマ
ンス目標の設定 データ・セットが１０個（Ａ，．．．Ｊ）存在し、これ
らのデータ・セットが同じキャッシュを使用できるもの
とする。外在的要因の理由から、データ・セットＢ、
Ｃ、およびＨのキャッシュ・パフォーマンスをデータ・
セットＤ、Ｅ、およびＪのそれより高く設定することが
望ましいとする。また、データ・セットＡ、Ｆ、および
Ｇは優先度、つまり、重要度が最も低いものとする。最
後に、データ・セットＩはキャッシュに置いておく必要
がないものとする。これを図式化すると、次のようにな
る。
【００２５】最高優先度 ３：Ｂ、Ｃ、Ｈ 次の優先度 ２：Ｄ、Ｅ、Ｊ 最低優先度 １：Ａ、Ｆ、Ｇ キャッシュに置かない ０：Ｉ 相対的優先度の設定を終えたら、次に必要なことは、各
グループに達成させる読取りヒット／ミス比率目標を決
定することである。優先度グループ＃３は、この例では
優先度が最高になっているが、その場合でも、その目標
ヒット／ミス比率を全グループの中で最高にする必要は
ない。注目すべきことは、優先度＃０はそのデータにお
いては特殊であることである。つまり、その優先度グル
ープがキャッシュを使用することを絶対に許されない
（つまり、キャッシュＢＹＰＡＳＳ）からである。優先
度＃０について目標ヒット／ミス比率を設定する理由が
ないのは、そのためである。
【００２６】この例においては、任意の読取りヒット／
ミス比率目標は、優先度グループの各々について次のよ
うに設定されている。
【００２７】（１）優先度クラス＃０のデータ参照は、
キャッシュ資源を使用しない。
【００２８】（２）優先度クラス＃１のデータ参照がキ
ャッシュ資源を使用できる場合は、優先度＃２は平均読
取りヒット／ミス比率を８７％かそれ以上の場合であ
る。
【００２９】（３）優先度クラス＃２のデータ参照がキ
ャッシュ資源を使用できる場合は、優先度＃３は平均読
取りヒット／ミス比率を８０％かそれ以上の場合であ
る。
【００３０】最高優先度の目標を満たすだけの十分なキ
ャッシュ資源が存在するとすると、残余キャッシュ資源
は次の最高優先度クラスのヒット／ミス比率目標を満た
すために使用される。使用可能な資源がまだ残っていれ
ば、その資源は次の優先度が低いクラスの目標を満たす
ために使用される（以下同様）。このプロセスは優先度
クラス＃１がその目標を満たすまで以上のように反復さ
れる。まだ残っているキャッシュ資源があれば、その資
源は各種優先度クラス間で適当に分配することができ
る。
【００３１】図１に示すように、キャッシュは、ＷＨＩ
ＬＥ．．ＤＯループの関数として区画間でそれぞれの優
先順位に従って配分される。同図から理解されるよう
に、優先順位付けされたキャッシュは実際にはｐウエイ
のセットとして組み合わされているキャッシュである
（ただし、ｐはキャッシュ優先度クラスの個数であ
る）。各優先度クラス用にキャッシュを分割する値は、
各優先度クラスが優先度のより高いクラスのキャッシュ
・パフォーマンスに影響を与えることなく、ＬＲＵキャ
ッシュ方式の利点を最大限に利用できる値である。
【００３２】第１の方法を実施化するための態様 本発明の第１の方法を十分に理解するために、ＰＡＳＣ
ＡＬ言語で書かれた疑似コードのモデルが図と表に示さ
れている。これらは単一キャッシュ制御装置または資源
マネージャ（管理プログラム）で使用するのに適したも
のである。図または表に示したモデルは、次のような順
序に従ってＰＡＳＣＡＬ構文で記述されている。
【００３３】 構文要素 図または表 （１） 定数 図２ （２） タイプ（変数構造の記述） 図３ （３） グローバル変数 図４ （４） キャッシュ・メモリを含む変数の初期設定 表１，表２ （５） 方法ステップの態様を示すプロシージャ （ａ）ある区画から別の区画への 表３，表４ キャッシュの再割当て （ｂ）優先順位付けキャッシュ 表５〜表８ 区画サイズの調整（チューニング） （ｃ）キャッシュ入出力の発行 表９ （６） 主キャッシュ制御プロシージャ 図５グローバル要素の定義と初期設定 図２〜図４は、グローバル定数、タイプ、および変数の
リストをコピーしたものを示している。各定数、タイ
プ、または変数には、要素およびその値の選択方法また
は構造を定義した注釈フィールドが付いている。
【００３４】本発明の第１の方法の実施例によれば、変
数およびキャッシュ・メモリを表１および表２に記述さ
れているプロシージャに従って初期設定する必要があ
る。グローバル変数がいったん作成され、初期設定され
ると、そのとき初めて、優先順位付けキャッシュは、優
先順位付けキャッシュとしてのパフォーマンスを発揮す
ることが可能になる。
【００３５】表１および表２に示すように、キャッシュ
・ノードは初期設定と同時に、その割振りが行われる。
キャッシュ・ノードがすでに存在する場合には、ノード
の各々のためのメモリの割振りは行われずに、既存のキ
ャッシュ・メモリからノードが転送されることになる。
【００３６】第１方法ステップの態様を示すプロシージ
ャ 次に、表３〜表９は内部キャッシュ処理のための疑似コ
ード・リストを示すもので、キャッシュ転送、優先順位
付けキャッシュにおけるチューニング、およびキャッシ
ュの入出力要求の発行を扱っている。「Ｃａｃｈｅ＿ｘ
ｆｅｒ」と名付けたプロシージャの疑似コードが記載さ
せているが、キャッシュ・メモリの実際の転送は、制御
装置自体のマイクロコード・ロジックの中で行われるこ
とになる。「Ｐｒｉｏｒｉｔｉｚｅｄ＿Ｃａｃｈｉｎｇ
＿Ｔｕｎｉｎｇ」は、あるキャッシュ区画から別のキャ
ッシュ区画へどれだけのキャッシュ・メモリを転送する
かを判断する。最後に、最後のルーチン「Ｉｓｓｕｅ＿
Ｐｒｉｏｒｉｔｉｚｅｄ＿Ｃａｃｈｅ＿ＩＯ」は、各入
出力が出されるたびに行われるロジック・シーケンスを
表示する。
【００３７】キャッシュ転送 表３および表４を参照する。ここに記載のプロシージャ
は制御装置に置いておくべきものである。そのような場
合には、このプロシージャに対する各コール（呼出し）
は論理キャッシュ区画サイズを再割り振りするために制
御装置に渡されるある種の情報として扱われる。制御装
置に渡される実際の情報は、例えば、ＣＣＷの一部とし
て送ることが可能である。使用パラメータは、必要な情
報要素としてキャッシュ制御装置または資源マネージャ
によって使用される。すなわち、キャッシュ・メモリを
交換するための２つの論理区画、および転送すべきキャ
ッシュ・メモリ量を示す識別子である。このプロシージ
ャの実行結果として、「ｎ」個のキャッシュ・セルが
「ｓｒｃ」で表したキャッシュ区画から「ｄｅｓｔ」で
表したキャッシュ区画に転送される。
【００３８】優先順位付けデータベース間のキャッシュ
・スペースの調整 表５〜表８に示すように、そこに記載されている反復的
調整は、本発明の第１方法に呼び出されるものである。
必要とされるステップは次のとおりである。
【００３９】１．各優先度クラスがその目標を達成して
いるか、超過しているか、あるいは達成できていないか
を判断する（重み付けた実行中の平均を用いて）。
【００４０】２．ターゲットとする目標と連続平均との
差に基づいて、キャッシュ・サイズを符号付き（ＳＩＧ
ＮＥＤ）でどれだけ変更すると、ターゲットに近い読取
りヒット／ミス比率が得られるかを予測する。
【００４１】３．優先度クラスのすべてのＳＩＧＮＥＤ
変更の総和をとり、その結果がゼロ以下かゼロに等しけ
れば、少なくとも必要とされるだけのキャッシュが残っ
ている（ステップ４に進む）。そうでなければ、必要と
するキャッシュが残存キャッシュ量を越えていることに
なる（ステップ５に進む）。
【００４２】４．少なくとも必要とされるだけのキャッ
シュが残っていれば、余剰キャッシュ・メモリのすべて
をキャッシュ読取り入出力の回数に比例して、優先順位
付けクラスの各々に配分する。
【００４３】５．必要とするキャッシュが残存キャッシ
ュ量を越えていれば、キャッシュを最低優先度クラスか
ら奪うことになっても、最高優先度クラスの要求量が満
たされるように取り計らう。
【００４４】６．最後に、推奨されるキャッシュ・メモ
リ量を優先度クラス相互間でやりとりする。
【００４５】上述のプロシージャにおいて、「Ｎｒｅａ
ｄｓ」はその優先度クラスのキャッシュに対するキャッ
シュ読取り入出力の、プログラム実行中の平均（Ｒｕｎ
ｎｉｎｇ Ａｖｅｒａｇｅ）回数を記録にとっておくた
めの変数である。なお、すべての優先度クラスは同時に
始まっているので、これはキャッシュ読取り入出力回数
を使用したのと同じである。変数「Ｒｅｓｉｄｕｅ」
は、優先度クラスの各々のキャッシュ・メモリ・サイズ
の推奨されるＳＩＧＮＥＤ変更の総和を連続的にとって
いる。「Ｒｅｓｉｄｕｅ」の最終結果がゼロより小さけ
れば、キャッシュ・メモリ要求量が（量＝「Ｒｅｓｉｄ
ｕｅ」だけ）供給量よりも多いことを意味する。「Ｒｅ
ｓｉｄｕｅ」の最終結果がゼロより大か、ゼロに等しけ
れば、キャッシュ・メモリの供給量が要求量よりも（量
＝「Ｒｅｓｉｄｕｅ」だけ）多いことを意味する。注意
すべきは、「Ｒｅｓｉｄｕｅ」が優先度クラスの各々の
キャッシュ・サイズのＳＩＧＮＥＤ変更の総和の負数に
なっていることである。
【００４６】このプロシージャでは、優先度クラスの各
々について、実行中の平均結果とターゲットの結果との
比較が行われ、その差に基づいて、キャッシュ・サイズ
のＳＩＧＮＥＤ変更が計算される。また、変数「Ｎｒｅ
ａｄｓ」と「Ｒｅｓｉｄｕｅ」の、実行中の総和がとら
れる。
【００４７】キャッシュ入出力の発行 表９に示すように、このプロシージャは、制御装置に対
して出力される、パラメータとして与えられたキャッシ
ュ優先度クラス、すなわちキャッシュ優先度クラス番号
を表す「ＰｒｉｏｒｉｔｙＮｏ」（優先度番号）の入出
力を実行させるとの前提をサポートしている。
【００４８】主優先順位付けキャッシュ・ドライバ 次に、図５に示すように、対のＩＦ ＴＨＥＮ ＥＬＳ
Ｅルーチンからなる主プロシージャがＲＥＰＥＡＴ．．
ＵＮＴＩＬループ内に組み込まれている。主要な構造
は、優先度とターゲット目標値をデータ・セットに割り
当てておき、そのあと、ある期間の参照実績のあとでパ
フォーマンスをチューニングすることをサポートしてい
る。
【００４９】第１方法の実施例 優先順位付けキャッシュの入出力 次に、図６は、単一の物理キャッシュであって、各キャ
ッシュ優先度クラスが各自のＬＲＵキャッシュ区画を利
用するものを示している。例えば、優先度クラス＃２の
入出力要求は中間キャッシュ区画（図６）を利用する。
優先度クラス＃０の入出力要求は直接に記憶媒体に転送
され、どのキャッシュ区画も利用しない。以下、同様で
ある。
【００５０】前述したように、キャッシュ区画の各々の
パフォーマンスを定期的に調べて、優先順位付けキャッ
シュ読取りヒット／ミス比率の目標値が達成されるよう
にする必要がある。各パフォーマンスを調べた結果を基
にして、キャッシュ区画のサイズを変更することが可能
である。これを示したのが図７である。
【００５１】キャッシュ区画サイズのチューニング 下表に示した値は、実用値の妥当な近似値である。下表
は、優先度クラス別にそれぞれのキャッシュ・サイズを
仮定して、読取りヒット比率および入出力回数の実行中
の平均を測定したもので、これらは、「Ｐｒｉｏｒｉｔ
ｉｚｅｄ＿Ｃａｃｈｉｎｇ＿Ｔｕｎｉｎｇ」ルーチンの
呼出し時に使用して、自動調整を計算することができ
る。
【００５２】 優先度 目標値 キャッシュ・サイス゛ 読取りヒット率 キャッシュ 入出力回数 ３ 80％ 40 70％ 11 ２ 87％ 100 97％ 30 １ 55％ 60 35％ 15 ０ − 0 − 15 ここで、この局面における本発明の第１方法によるステ
ップを要約することが有益であると考える。ステップは
次のとおりである。
【００５３】（１）各優先度クラスがその目標値と比較
してどうなっているかを判断する。 （２）その事態を訂正するために必要なキャッシュ・サ
イズのＳＩＧＮＥＤ変更を予測する。
【００５４】（３）望ましい変更値をキャッシュ・サイ
ズに加える（すべての優先度クラスについて）。
【００５５】（４）（ｓｕｍ（総和） ＜＝ ０）なら
ば、入出力回数に従って余分のキャッシュを配分する。
【００５６】（５）（ｓｕｍ ＞ ０）ならば、必要時
に最低優先度クラスからキャッシュをとってくる。
【００５７】（６）計算で求めた勧告値に従ってキャッ
シュ・メモリを転送する。
【００５８】ステップと表との関係 ステップ＃１．各優先度クラスがその目標値と比較して
どうなっているかを判断する： 優先度クラス＃３：ヒット／ミス比率が１０％だけ低す
ぎる 優先度クラス＃２：ヒット／ミス比率が１０％だけ高す
ぎる 優先度クラス＃１：ヒット／ミス比率が２０％だけ低す
ぎる 優先度クラス＃０：検査されない ステップ＃２．事態を訂正するために必要なキャッシュ
・サイズのＳＩＧＮＥＤ変更を予測する（このステップ
では、キャッシュ・サイズが半分または２倍にされるた
びに、連続平均ヒット／ミス比率が２０％だけ変化する
ことを想定し、必要変更量を計算している）： 優先度クラス＃３：さらに１７単位のキャッシュが必要
である 優先度クラス＃２：２９単位のキャッシュを失う 優先度クラス＃１：さらに６０単位のキャッシュが必要
である 優先度クラス＃０：適用外 ステップ＃３．優先度クラスのすべてについて、望まし
い変更量をキャッシュ・サイズに加えて、次のような結
果を得る： １７＋ −１９ ＋ ６０ ＝ ＋４８ ステップ＃４．（ｓｕｍ ＜＝ ０）ならば、入出力回
数に従って余分のキャッシュを配分する。この場合は、
ステップ＃４は適用されない。
【００５９】ステップ＃５．（ｓｕｍ ＞ ０）なら
ば、必要時に最低優先度クラスからキャッシュをとって
くる：キャッシュ・メモリ不足は「＋４８」キャッシュ
単位である。ステップ５の目標値は、優先度クラス＃１
に渡されるキャッシュ・メモリ増加分を４８キャッシュ
単位だけ減らすだけで達成することができる。優先度ク
ラスの各々の調整されたキャッシュ・メモリ変更量は次
のようになる。
【００６０】優先度クラス＃３：キャッシュはさらに１
７単位だけ増加する 優先度クラス＃２：キャッシュは２９単位だけ減少する 優先度クラス＃１：キャッシュはさらに１２単位だけ増
加する 優先度クラス＃０：適用外 ステップ＃６．計算で求めた勧告値に従ってキャッシュ
・メモリを転送する。このステップが実行されると、表
に示すキャッシュ・サイズは次のように変化する。
【００６１】優先度 目標値 新キャッシュ・サイス゛ ３ 80％ 57 ２ 87％ 71 １ 55％ 72 キャッシュ最適化のための第２方法 本発明の第２方法は第１方法を改良したもので、第２方
法によると、図１〜図７を参照して説明してきたキャッ
シュ区画優先度をそのままにして、キャッシュ区画ヒッ
ト回数を最大にすることができる。図８は代表的な読取
りヒット率関数曲線であり、読取りヒット比率とキャッ
シュ区画サイズとの関係を示している。点ＡとＢは、曲
線上の２つのヒット比率目標の例を表している。図８が
示すように、目標比率Ａが必要とするキャッシュ・スペ
ース割振りは目標比率Ｂよりもはるかに少なくてすみ、
スペース割振りの変更の影響はＢよりもＡの方が大きい
（ヒット比率勾配が大きい）。
【００６２】図８から理解されるように、区画Ａに割り
振られるキャッシュ・スペース量を２倍にすると、読取
りヒット比率が約６０％からほぼ７５％に向上する。つ
まり、約１５％向上する。しかし、同量のキャッシュを
区画Ｂに追加しても、読取りヒット比率の向上はわずか
２〜３％である。キャッシュの一部を区画Ｂから取り上
げても、ヒット比率の低下はわずか数パーセントであ
る。このことから、本例のキャッシュ方式によれば、区
画Ｂからキャッシュの一部を取り上げ、それを区画Ａに
追加することによって、得られる総ヒット回数が増加す
ることになる。事実、ヒット率曲線上でＢがＡの上方に
ある限り、スペースを区画Ｂから取り上げ、それを区画
Ａに追加すると、総ヒット回数は増加を続ける。ＡとＢ
が共に曲線上の同じ位置まで移動したときに、ＡとＢ間
のキャッシュ・メモリ転送は中止されるべきである。
【００６３】以上の説明は、次の２つの点に簡略化され
た。１つは、現実には、入出力回数が各区画で同じにな
ることは殆どない点であり、もう１つは、ヒット比率曲
線自体も、全体的に各区画ごとに異なる点である。ヒッ
ト比率曲線間の相違は、ヒット比率曲線がキャッシュ・
サイズを関数として単調であると想定すると、その扱い
が容易になる。この想定のためには、ヒット比率勾配は
キャッシュ・スペースが取り上げられると常に増加し、
キャッシュ・スペースが追加されると常に減少すること
が必要である。厳密にはそうとは限らないが、この想定
は十分に正確であるので、ほぼ最適な結果が得られる。
【００６４】従って、各区画のヒット比率が曲線上にお
いて勾配の等しい点に留まっている限り、各区画はグロ
ーバルでの利点が高くなるような、ヒット率屈折点で動
作することになる。曲線が全区画で同一の場合は、上述
した説明から理解されるように、等勾配にするために目
標値は同一のスペース割振りとなる。従って、本発明の
第２方法によれば、各区画の目標値を調整することによ
って、すべての区画を各自の曲線の同じ「屈折点」付近
で動作させることができる。代表的なヒット比率曲線の
屈折点は、図８に示すように、目標値ＡとＢの間に位置
している。
【００６５】区画入出力回数の差異は、区画ヒット回数
（レート）勾配をヒット比率勾配と対比させてバランス
をとることにより、解決することができる。この点を明
らかにしたのが次の例である。あるキャッシュ区画Ｘは
入出力回数が毎秒１００個のコール（呼出し）であり、
ある区画Ｙは入出力回数が毎秒１０個のコールであると
想定する。区画Ｙのヒット比率を２％低下させることを
犠牲にして、Ｘのヒット比率を１％だけ向上させるよう
に、ＹからＸへキャッシュ・スペースを転送する場合に
ついて考えてみる。Ｘの入出力回数は１００であるの
で、ヒット比率が１％向上することは、毎秒のヒットは
区画Ｘでは１つ増加し（毎秒１００コールに１％を掛け
ると１になるので）、Ｙでは毎秒のヒットが０．２減少
する（毎秒１０コールに２％を掛けると０．２になるの
で）ことを意味する。従って、キャッシュ・メモリが区
画Ｘに転送されたために、区画Ｙのヒット比率がさらに
低下しても、グローバル・キャッシュ・システムの総ヒ
ット数は毎秒０．８だけ増加しているので（１．０−
０．２）、グローバル・キャッシュ効率は向上したこと
になる。ヒット率勾配は、ヒット比率勾配に入出力回数
を掛けると求まる。この例では、全区画のヒット率勾配
のバランスをとることによって、グローバル・キャッシ
ュ・システムのヒット数が最大化されている。
【００６６】従って、本発明の第２方法は、各ヒット回
数曲線に重みを付け 目標値を複数の優先度クラスの各
々の重みを付けた曲線の屈折点に置いてヒット比率目標
値をセットすると、グローバル・キャッシュ・パフォー
マンスが向上するとの予想外の観察を拡張し、利用して
いる。従って、正しく重み付けされた優先度の高い区画
は、重み付けされていない曲線の屈折点の若干上方に置
かれるだけの十分なキャッシュ・スペースを受け取るこ
とが保証される。他方、優先度の低い区画は重み付けさ
れていない曲線の屈折点の若干下方で動作することがで
きる。そのあと、各区画には、各区画の入出力参照パタ
ーンに見合うキャッシュ・サイズが与えられる。キャッ
シュ・スペースは、必要以上に高いヒット比率目標値を
達成することにより優先度の高い区画で無駄に消費され
ることがない。
【００６７】以上を要約すると、図８において目標値Ａ
ではヒット比率勾配が高いので、区画サイズが少し増加
すると、区画効率は大幅に向上する。他方、ヒット比率
目標値Ｂの勾配は低いので、区画効率を少し向上させる
ためには、区画サイズの割振りを大幅に増加させる必要
がある。ヒット率曲線は、区画の入出力回数を乗算した
ヒット比率曲線から得られる。ヒット率またはヒット比
率曲線の屈折点は、区画スペース割振りの増加が、それ
による区画効率向上の効果を急速に失う個所である。本
発明の第２方法によれば、屈折点の正確な位置を決める
ことをしないで、すべての優先度クラスを「重み付けさ
れた」ヒット率曲線上の同一点で動作させるようにす
る。このようにすると、クラスの優先度をそのままにし
て、グローバル・キャッシュ・パフォーマンス効率が予
想以上に最適化される。以下では、このことをもっと分
かりやすく説明する。
【００６８】図１〜図７を参照して上述した単純なヒッ
ト比率の目標値は、ヒット比率曲線の屈折点に対してパ
フォーマンス目標を指定するには、それだけでは不十分
である。従って、各優先度クラスには、重み付け係数が
与えられている。この重み付け係数が他のクラスの重み
付け係数に比べて大きければ、各自の重み付けされてい
ないヒット率曲線の屈折点上のクラス区画の動作点はそ
れだけ高くなる。
【００６９】本発明の第２方法の理解を容易にするため
に、ＰＡＳＣＡＬに似た言語で書かれた疑似コード・モ
デルが図８〜図１２に記載されているが、これは単一キ
ャッシュ制御装置、ＣＰＵによって制御されるキャッシ
ュ、または資源マネージャで使用するのに適したもので
ある。この疑似コード・モデルはＰＡＳＣＡＬに似た構
文で次のような順序に従って示されている。
【００７０】 構文要素 図 （１）定数 表５ （２）タイプ（変数構造） 図９ （３）グローバル変数 図１０ （４）初期設定 全体データ構造 図１１ 各優先度クラス 図１２ （５）方法ステップの態様を示したプロシージャ （ａ）現インターバルと勾配の読取り比率の計算 表５ （ｂ）縮小する非活動優先度クラスの保存 表５ （ｃ）勾配レート計算プロシージャおよび 特殊勾配値の処理 表５ （ｄ）再割振りのための総キャッシュ・ スペースの判断 表５ （ｅ）非正数勾配クラス 表５ 次に、表１０〜表１４および図９〜図１０は、グローバ
ル定数、タイプおよび変数のリストをコピーしたものを
示している。各定数、タイプまたは変数には、要素とそ
の値選択構造の方法を説明した注釈フィールドが付いて
いる。
【００７１】本発明の第２方法の実施例によれば、図１
１〜図１２に記載したプロシージャに従って変数および
キャッシュ・メモリを初期設定する必要がある。図１１
は必要とされる全体的初期設定を記載しており、図１２
は複数の優先度クラスの各々で必要な初期設定を記載し
ている。グローバル変数がいったん作成され、初期設定
されると、評価インターバル処理（ＥＩＰ）ルーチン
（表１０〜表１４）は各優先度クラスのキャッシュ・サ
イズ割振りを判断することが可能になる。このＥＩＰル
ーチンは各評価インターバル（ＰＣ．ＥＩｎｔｅｒｖａ
ｌ）で実行され、結果として得たスペース割振り変更
（ＳｚＣｈｇ）は各優先度クラスのＳｚＣｈｇフィール
ドにストアされる。評価インターバル・ルーチンは各Ｐ
Ｃ．ＥＩｎｔｅｒｖａｌ秒ごとに実行される。有用なＰ
Ｃ．ＥＩｎｔｅｒｖａｌ値は５０秒から９００秒までの
範囲である。
【００７２】キャッシュ区画がいったん存在すると、こ
の方法は、各種区画間で総キャッシュ・メモリを再割振
りするだけであり、新しいメモリをキャッシュに割り振
ることはしない。実験による観察によれば、キャッシュ
・スペース割振りは、プロセスが変わると、それを受け
て時間の経過と共に動的に変化を続けるが、ヒット回数
は約１０分経過後安定を保っていることが明らかになっ
ている。
【００７３】表１０〜表１４に記載されているＥＩＰプ
ロシージャを理解しやすくするために、以下では、本発
明の非反復的動的キャッシュ・サイズ割振りプロシージ
ャについて説明する。ヒット率の変化は、キャッシュで
利用できるメモリ量を半分にするか、２倍にすると、十
分に安定していることが観察されている。この観察は中
程度のキャッシュ・サイズの場合にだけ行われたもの
で、キャッシュ・サイズが極端に小さいか、あるいは大
きい場合には、このことは観察されない。従って、キャ
ッシュ・サイズがｘ個のキャッシュ・スロットからなる
場合に予想されるヒット率勾配Ｓ（ｘ）は、以前のＥＩ
Ｐインターバルで測定されたヒット率勾配（Ｓｌｏｐ
ｅ）の単純関数として書くことができる。以前のＥＩＰ
インターバルでは、キャッシュ区画サイズは平均ｎ個の
スロットであるので、 Ｓ（ｘ）＝Ｓｌｏｐｅ＊ｎ／ｘ となる。この単純関数は、キャッシュ・サイズとヒット
率の間に一定の指数関係があることを示している。初期
設定を終え、少なくとも１つのＥＩＰサイクルが完了す
ると、想定した指数関係を規律する定数、 Ｋ＝Ｓ（ｎj ）＊Ｗｅｉｇｈｔj が、重み付け係数＝Ｗｅｉｇｈｔj と平均サイズｎj を
もつ任意に選択した（ｊ番目の）区画について決定され
る。
【００７４】定数Ｋが決定されると（表１０〜表１
４）、これは、重み付け係数＝Ｗｅｉｇｈｔp をもつ他
のすべての区画の新しい区画サイズを ｘp ＝Ｓ（ｎp ）＊Ｗｅｉｇｈｔp ／Ｋ＊ｎp に従って計算するために使用される。この新しいサイズ
またはスペース割振りは、以前のＥＩＰサイクル期間に
測定された区画ヒット率勾配（Ｓｌｏｐｅp ）とｊ番目
の区画で測定されたヒット率勾配（Ｓｌｏｐｅj ）との
差を定数Ｋと結合することにより計算で求められる。従
って、新しいスペース割振りｘp は、ヒット比率と区画
サイズ間の観察された指数関係に基づいて、１回の非反
復的ステップで決定される。
【００７５】測定されたヒット率勾配は表１０〜表１４
に記載されているように、該当の重み付け係数が掛けら
れる。また、測定された重み付けヒット率勾配が非正数
の場合は、それぞれの区画は論理的に切り離され、正勾
配区画に適用されるスペース再割振りプロシージャから
除かれる。非正数勾配区画が切り離されると、正勾配区
画が保有している残余の総キャッシュ・スペースは、上
述のように計算で求めた新しい区画サイズｘp に従って
比例再配分される。正確なプロシージャは表５に記載さ
れている。
【００７６】負勾配をもつクラスにはアルゴリズムの方
法に従ってキャッシュが与えられないが、そのクラスの
キャッシュ割振りをある任意量だけ変更することは、将
来のＨＲ勾配の測定に役立つ点で好都合である。もし完
全に未変更のままにしておくと、次の繰返し時に勾配を
予測する際に利用できる第２の点が得られないことがあ
る。
【００７７】本発明の方法によれば、総正勾配区画スペ
ースに「揮発性指標（Ｖｏｌａｔｉｌｉｔｙ Ｉｎｄｅ
ｘ）」パラメータを適用すると、キャッシュ・パフォー
マンス最適化プロセスが向上することが観察されてい
る。このことは表５を調べて、総正勾配区画キャッシュ
・スペースの一部だけが再割り振りされることに注目す
れば、分かることである。揮発性指標（ＶＩ）はゼロ
（不動ケース）から１．０（完全再割振り）までの範囲
にわたる。ＶＩは約０．５またはそれ以下にすると、好
都合である。
【００７８】本発明によるこの第２方法は、トレース駆
動制御装置キャッシュ・シミユレーション・モデルを使
用してテストされた。プロシージャは動的であり、各種
キャッシュ・サイズを初期調整するのにかなりの時間
（約１０分）を必要とするので、ある特定の長時間の入
出力トレースが使用され、１３台の装置が接続された１
台の制御装置をトレースした。ＶＩと評価インターバル
時間ＰＣ．ＥＩｎｔｅｒｖａｌのいくつかの組合せを調
べた結果、ＶＩ＝０．１０とＰＣ．ＥＩｎｔｅｒｖａｌ
＝５０秒の組合せがキャッシュを最適化する上で有用で
あることが判明した。他の組合せも、同じように有用な
結果が得られることが判明した。
【００７９】この第２の動的キャッシュ区画再割振り法
のグローバル・パフォーマンスは、最大１３区画までか
らなる小さなキャッシュ・サイズの場合には、慣例のグ
ローバルＬＲＵキャッシュ法よりもさらに向上すること
が観察された。しかし、大部分の大きなキャッシュ・サ
イズの場合は、グローバルＬＲＵ法の方が、本発明の完
全重み付け優先度クラス区画法よりも、すぐれたグロー
バル・パフォーマンスが得られる。優先順位付けキャッ
シュ区画に重み付け係数を適用するとき、クラス重み付
け係数の選択を十分に配慮して行えば、グローバル・キ
ャッシュのパフォーマンス向上は期待できないとして
も、重みによって課される優先順位付けの制約の範囲内
でグローバル・キャッシュのヒット回数を向上させるこ
とができる。このことは、重み付け係数がすべて等しい
ときに見られることがある。重み付け係数が異なる限
り、グローバル・パフォーマンスの低下と重く重み付け
されたクラスのパフォーマンス向上との間にはトレード
オフの関係がある。
【００８０】本発明の第２方法で選択された重み付け係
数は一定にすることも、可変にすることもできる。重み
付け係数を可変にすると、本発明のレスポンス・タイム
を異なる優先度クラスに合わせて制御するときに好都合
である。レスポンス・タイム目標値を越えるような優先
度グループの重み付け係数は、レスポンス・タイム目標
値をまだ達成していないグループの重み付け係数に比べ
て小さくすることが可能である。重み付け係数を一定に
する唯一の必要条件は、実際の重み付け係数をゼロより
大きくすることである。
【００８１】書込み入出力のパターンは読取り入出力の
パターンと著しく異なっているが、書込みヒット率の結
果は、読取りヒット率で観察された結果と一致している
ことが観察された。読取りヒット比率（ヒット回数／参
照回数）は、ある場合には、等しく重み付けされた優先
度クラスのいくつかについては、その読取り率勾配の動
的均等化を実際に向上することが観察された。他よりも
重み付けが大きい優先度グループのキャッシュ・パフォ
ーマンスはヒット比率向上が最大であったが、他よりも
重み付けが小さいグループがその犠牲になり、またグロ
ーバル・ヒット比率の結果がその犠牲になっている場合
もあった。各優先度クラスの向上をそのクラスの以前の
ヒット比率パフォーマンスと比較した。図１〜図７を参
照して上述した第１方法で使用した絶対ヒット比率目標
値とは比較しなかった（実現不可能であるため）。
【００８２】２つの方法に代わる実施化モデル 上述してきた本発明の２つの方法は、プロシージャ向き
の制御モデルであった。つまり、方法ステップを表現す
るために使用されたＣＰＵと記憶資源管理は、ＰＡＳＣ
ＡＬ準拠の疑似コードで書かれた制御の流れとデータ経
路の形体をとっていた。これらの方法ステップは、十分
に実験をしなくても、パターン・センシティブで、ルー
ル・ベースの推論モデルを参照して実施化することも可
能である。すなわち、データ・セット優先順位、ヒット
比率、およびキャッシュ・サイズを割り当て、相対値の
大きさで実際の比率と目標の比率を比較し、比較の符号
の関数としてＬＲＵ法でキャッシュ・スペースを再調整
する第１方法のステップ、または重み付け係数を区画ク
ラスに割り当て、すべてのキャッシュ・クラスの実際の
ヒット率勾配を測定し、すべてのキャッシュ区画につい
ての重み付けしたヒット率勾配を判断し、任意の区画に
ついての指数ヒット比率定数を計算し、すべての区画に
ついての重み付けしたヒット率勾配を均等化するために
必要な、各区画に対するスペース割振りの変更量をそれ
に応じて見積もり、非正勾配区画間のスペース割振りを
実質的に変更することなく、総正勾配キャッシュ・スペ
ースの一部を正勾配区画間でそれに応じて再割り振りす
る第２方法ステップは、ルールが不定順序で並んだ有限
列としてコーディングすることができる。なお、各ルー
ルは、一定順序に並んだ条件（ステート・セット）とア
クション・ステートメントの対を表している。
【００８３】ルール・ベース・システムは循環的であ
り、順方向または逆方向の連鎖方式で推論によって動作
する。興味のある実施化形態は、順方向連鎖方式のデー
タまたはパターン駆動によるものである。あるサイクル
期間、順方向連鎖システムはデータまたはデータ変更を
使用して、データに一致するパターン部分をもつルール
を選び出し（て矛盾セットを形成し）、次に、所定の基
準（新旧度）に従ってルールの１つを選択して実行す
る。ルール実行とは、それがルーチンの実行または別の
ルールの呼出しを伴うとき、特定のアクションを実行す
ることを意味する。代表例としては、システム・データ
・ステートがなんらかの形で変更されると、そのサイク
ルが繰り返される。
【００８４】上述したように、制御データとしては、デ
ータ・セット名、優先度、重み付け係数、実際のヒット
率勾配などがあり、これらに、ルールが加わる。ルール
のアクション部分は、制御データを変更して、他の特定
ステップを実行することができる。処理サイクルは、
（ａ）データに一致する条件またはパターン部分をもつ
ルールのサブセットを識別し、（ｂ）識別されたルール
のサブセットから少なくとも１つのルールを外部プロト
コルに従って選択し、（ｃ）選択したルールのアクショ
ン部分で指定されたアクションを実行することからな
り、このアクションにはデータベース変更を引き起こす
アクションが含まれる。
【００８５】順方向連鎖推論システムのモデルの説明
は、Brownston 他著「OPS5によるエキスパート・システ
ムのプログラミング」（Programming Expert Systems i
n OPS5) （Addison Wesley Publishing Company 版権所
有1985）に記載されている。また、参考文献として、Ｉ
ＢＭ社発行資料「KnowledgeTool ユーザの手引き」（Kn
owledgeTool User's Guide), SH20-9251がある。Knowle
dgeTool(商標）は、プロシージャ向き言語ＰＬ／１の拡
張版であり、順方向連鎖推論システムの構文が含まれて
いる。
【００８６】本発明の他の実施例および変形例は以上の
教示を考慮して当業者が容易に考えることができること
は勿論である。従って、本発明はこのような明白な実施
例および変形例を包含する本特許請求の範囲によっての
み制限されるものである。
【００８７】
【発明の効果】本発明によれば、ステージング記憶シス
テムにおけるＬＲＵキャッシュを優先順位に基づいて管
理し、複数のキャッシュ優先順位を記憶管理レベルでは
なくデータ・セット・レベルで管理することができ、あ
るデータ・クラスのヒット／ミス比率のパフォーマンス
が、より低い優先度（割り当てられた重要度）をもつデ
ータ・クラスによって所定のレベルを越えて低下するこ
とがない。
【００８８】
【表１】
【００８９】
【表２】
【００９０】
【表３】
【００９１】
【表４】
【００９２】
【表５】
【００９３】
【表６】
【００９４】
【表７】
【００９５】
【表８】
【００９６】
【表９】
【００９７】
【表１０】
【００９８】
【表１１】
【００９９】
【表１２】
【０１００】
【表１３】
【０１０１】
【表１４】
【図面の簡単な説明】
【図１】ｐウエイセットの一連のキャッシュに対する制
御のＰＡＳＣＡＬに似た疑似コードフローを示す図であ
る。
【図２】本発明の第１方法のＰＡＳＣＡＬに似た実行で
用いたグローバル定数の定義を示す図である。
【図３】本発明の第１方法のグローバル・タイプの定義
の記述を示す図である。
【図４】本発明の第１方法のグローバル変数定義の記述
を示す図である。
【図５】本発明の第１方法に対する制御のＰＡＳＣＡＬ
に似た疑似コードフローにおける優先順位付けキャッシ
ュ・ドライバを示す図である。
【図６】本発明の第１方法によりＣＰＵが（Ｉ／Ｏの）
優先順位付けキャッシュ参照を処理する様子を示す図で
ある。
【図７】区画サイズの変更が本発明の第１方法により行
われた場合にＣＰＵがキャッシュ参照を処理する様子を
も示す図である。
【図８】キャッシュ・スペース割振りに対する代表的な
読取りヒット率関数を示す図である。
【図９】本発明の第２方法のＰＡＳＣＡＬ実行で使用さ
れるグローバル・タイプの定義を示す図である。
【図１０】本発明の第２方法のＰＡＳＣＡＬ実行で使用
されるグローバル変数の定義を示す図である。
【図１１】本発明の第２方法のＰＡＳＣＡＬに似た実行
で使用される一般的定数の初期値の定義を示す図であ
る。
【図１２】本発明の第２方法のＰＡＳＣＡＬに似た実行
で使用される優先度クラス定数の初期値の定義を示す図
である。
【符号の説明】
０〜３ 優先度クラス Ａ〜Ｊ データ・セット Ｋ 定数 Ｘ、Ｙ キャッシュ区画 Ｘp 新しいスペース割振り

Claims (6)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 優先度クラス範囲１．．．Ｎにわたって
    定義されたデータ内容を収めているＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ
    Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）キャッシュを管理する
    方法であり、該キャッシュはＣＰＵに接続された多層ス
    テージング記憶システムの予め定めた層に置かれてお
    り、該キャッシュ内のデータは１サイクルの読取り命令
    および書込み命令によって参照され、単位時間の該参照
    の率はヒット率と呼ばれるキャッシュ管理方法におい
    て、 （ａ）初期状態において前記キャッシュを複数のキャッ
    シュ区画に分割し、該キャッシュ区画の各々にヒット率
    見積り値と記憶スペース配置を割り当てるステップと、 （ｂ）複数の連続するサイクルの各サイクルに、（ｉ）
    前記キャッシュ区画の各々のヒット率勾配を確認するス
    テップを実行し、該ヒット率勾配は前記キャッシュ区画
    の各々におけるヒット率の変化と、該変化に対応する前
    記キャッシュ区画の各々に割り振られた記憶スペースの
    変化との比率に相当しており、（ｉｉ）それぞれのヒッ
    ト率勾配が前記キャッシュ区画のすべての間でほぼ等し
    くなるように前記キャッシュ区画の各々の前記記憶スペ
    ース割振りを調整するステップを実行するステップとを
    具えたことを特徴とするキャッシュ管理方法。
  2. 【請求項２】 前記記憶スペース割振りの調整ステップ
    は、 （ａ）前記ヒット率勾配を平等化するためにスペース減
    少を必要とする、正のヒット率勾配をもつ前記区画のす
    べてについてスペース調整を加えて、キャッシュ・スペ
    ース供給量を得るステップと、 （ｂ）前記ヒット率勾配を平等化するためにスペース増
    加を必要とする、正のヒット率勾配をもつ前記区画のす
    べてについてスペース調整を加えて、キャッシュ・スペ
    ース必要量を得るステップと、 （ｃ）スペース増加を必要とする正のヒット率勾配をも
    つ前記キャッシュ区画のすべての間で、前記キャッシュ
    ・スペース供給量の前記キャッシュ・スペース必要量に
    対する比率に従った比例配分で前記キャッシュ・スペー
    ス供給量を再割り振りするステップとをさらに具えたこ
    とを特徴とする請求項１に記載のキャッシュ管理方法。
  3. 【請求項３】 循環的ルール・ベースの制御データ感知
    推論システムを使用し、該制御データは区画サイズ、優
    先度、重み付け係数、予想ヒット率勾配、および実際の
    ヒット率勾配のキャッシュ・パラメータ値を含み、前記
    推論システムは制御データおよびルールをストアするた
    めの記憶手段と、該記憶手段と協働して制御サイクルを
    実行するための実行手段とを備え、前記ルールの各々は
    パターン表示部分とアクション指定部分とをもち、循環
    的なステップとして、 （ａ）ルールのパターン表示部分を前記記憶手段内の制
    御データの要素のうち、先行サイクル時に変更または作
    成された要素と突き合わせることによってルールの実行
    可能サブセットを識別するステップと、 （ｂ）前記ルールの実行可能サブセットからルールを選
    択するステップと、 （ｃ）その選択したルールのアクション指定部分に従っ
    てアクションを実行するステップとを有することを特徴
    とする請求項１に記載のキャッシュ管理方法。
  4. 【請求項４】 ＣＰＵに接続された多層ステージング・
    データ記憶システムにおいて、該データ記憶システムの
    予め定めた層に位置する区画分割キャッシュを管理する
    方法であって、前記キャッシュは、ＣＰＵ読取り命令お
    よび書込み命令によって即時に参照されるようにデータ
    をストアしており、 （ａ）初期状態において前記キャッシュを複数のキャッ
    シュ区画に分割するステップと、 （ｂ）各キャッシュ区画について、（ｉ）初期状態にお
    いてキャッシュ記憶スペース配置を割り当て、および
    （ｉｉ）参照ヒット率の変化の、該変化に対応する前記
    記憶スペース割振りの変化に対する比率に相当するキャ
    ッシュ・ヒット率勾配を確認し、前記参照ヒット率は、
    前記キャッシュ区画に置かれているデータに対して単位
    時間に参照が行われる率に対応するステップと、 （ｃ）第１のキャッシュ区画のキャッシュ・ヒット率勾
    配を第２のキャッシュ区画のキャッシュ・ヒット率勾配
    と比較するステップと、 （ｄ）前記第１の区画のキャッシュ・ヒット率勾配が前
    記第２の区画のキャッシュ・ヒット率勾配よりも小さい
    ならば、前記第１のキャッシュ区画からキャッシュ記憶
    スペースを削除し、それを前記第２の区画に割り振られ
    ているキャッシュ記憶スペースに追加するステップと、
    そうでなければ、 （ｅ）前記比較ステップと削除ステップを繰り返すステ
    ップとを具えたことを特徴とするキャッシュ管理方法。
  5. 【請求項５】 （ａ）各キャッシュ区画について、
    （ｉ）初期状態において優先度の値を割り当て、および
    （ｉｉ）前記ヒット率勾配と前記優先度の値の積に相当
    する重み付けキャッシュ・ヒット率勾配を確認するステ
    ップと、 （ｂ）比較ステップは前記第１のキャッシュ区画の重み
    付けキャッシュ・ヒット率勾配を前記第２のキャッシュ
    区画の重み付けキャッシュ・ヒット率勾配と比較するこ
    とを含み、 （ｃ）前記削除ステップは、前記第１の区画の重み付け
    キャッシュ・ヒット率数勾配が前記第２の区画のキャッ
    シュ・ヒット率勾配よりも小さいならば、割り振られた
    キャッシュ記憶スペースを前記第１のキャッシュ区画か
    ら削除し、それを前記第２の区画に割り振られたキャッ
    シュ記憶スペースに追加することを含むことを特徴とす
    る請求項４に記載のキャッシュ管理方法。
  6. 【請求項６】 優先度クラス範囲１．．．Ｎにわたって
    定義されたデータ内容を複数のキャッシュ区画に収めて
    いるＬＲＵ（Ｌｅａｓｔ ＲｅｃｅｎｔｌｙＵｓｅｄ）
    キャッシュを管理する方法であり、該キャッシュはＣＰ
    Ｕに接続された多層ステージング記憶システムの予め定
    めた層に置かれており、該キャッシュ内のデータは１サ
    イクルの読取り命令および書込み命令によって参照さ
    れ、「ヒット率勾配」と名付けたキャッシュ区画測定単
    位は、それぞれの前記キャッシュ区画に置かれたデータ
    に対する前記単位時間での参照率の変化の、該変化に対
    応するそれぞれの前記キャッシュ区画に割り振られたキ
    ャッシュ・スペースの変化に対する比率であるとしたキ
    ャッシュ管理方法において、 （ａ）優先度の値、重み付け係数、第１のヒット率見積
    り値および第１のスペース割振りをＮ個のキャッシュ区
    画の各々に割り当てるステップと、 （ｂ）前記キャッシュ区画の各々の実際のヒット率勾配
    を測定するステップと、 （ｃ）前記キャッシュ区画の各々の重み付けヒット率勾
    配を決定し、該重み付けヒット率勾配はそれぞれの実際
    のヒット率勾配とそれぞれの重み付け係数との積と等し
    いものとしたステップと、 （ｄ）前記キャッシュ区画のすべての重み付けヒット率
    勾配を等しくするために必要なスペース割振り変更量を
    前記キャッシュ区画の各々について見積もるステップ
    と、 （ｅ）総キャッシュ・スペースの一部分を前記スペース
    割振り変更量に従って再割り振りすることとしたステッ
    プとを具えたことを特徴とするキャッシュ管理方法。
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