JPH0531177B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ 産業上の利用分野 本発明は、コンピユータ及びコンピユータ複合
体、及びこれらを制御するためのオペレーテイン
グ・システムに関する。より具体的には、本発明
は、順次にアクセスされ共有されるキヤツシユさ
れたデータの、改良された管理技法に関する。

Ｂ 従来の技術 高速メモリ内にデータをキヤツシユすることに
より性能を向上することは、多くのコンピユー
タ・システムで使用されている共通の戦略であ
る。キヤツシユの管理において、２つの共通技法
は、ページ置換アルゴリズム及び先取りアルゴリ
ズムである。ページ置換アルゴリズムは、近い将
来より使用されそうなデータを残し、使用されそ
うにないデータを消去するために使用される。先
取りアルゴリズムは、データが近い将来使用され
そうなとき、そのデータをキヤツシユに持ち込む
ために使用される。

最長時間未使用（LRU）アルゴリズムは、多
くの従来システムで使用されたキヤツシユ管理ペ
ージ置換アルゴリズムである。このアルゴリズム
は、最近アクセスされたレコードがすぐに再びア
クセスされると仮定する。この仮定は、特定のジ
ヨブが特定のレコードをただ１度読み取る場合の
順次アクセス・パターン（空間局在性）には適切
ではない。この場合、バツチ処理でよく見られる
が、ジヨブ内の時間的局在性は存在しない。

データが順次アクセスされる場合、データが必
要とされる前にそのデータを先取りすることによ
り性能を向上できる場合がある。この方法は、従
来システムには共通である。先取りとは、ペー
ジ・フオールトの場合に、複数の物理的に隣接し
たレコードが、そのフオールトが発生したレコー
ドとともにフエツチされることを意味する。単純
な先取り法は、レコードがしばしば不必要に先取
りされるので、非能率的な場合がある。より複雑
な方法は、プログラム・トレースを解析して得ら
れる先験的な知識を使用し、ユーザのアドバイス
を受け入れ、またはプログラム参照行動を動的に
解析し、性能を大きく向上することができる。先
取り法は、２通りの方法で性能を向上することが
できる。第１に、入出力の遅延及びジヨブ（トラ
ンザクシヨン、問合せなど）の応答時間が、実際
のアクセスの前にデータをキヤツシユすることに
より短縮される。第２に、Ｎ個の物理的にクラス
タされたレコードを取り出すための入出力オーバ
ヘツドは、１つのレコードにまとめる経費のＮ倍
より通常ずつと小さい。他方、実際に必要でなか
つたレコードの先取りは、入出力の経費を増し、
まさに参照しようとする他のページを変位する場
合がある。

Ｃ 発明の要旨 本発明は、キヤツシユ内にデータを管理するた
めの技法を提供する。この場合、データは多数の
ジヨブ間で共有され、各ジヨブはデータを順次ア
クセスする。本発明は、別のキヤツシユ読取り装
置によつてすぐには参照されそうにないキヤツシ
ユ・ページを解放するページ・スチール技法を記
述する第１実施例と、別のページ・スチール技
法、ならびにすぐに必要とされるレコードをキヤ
ツシユに先取りする先取り技法を記述する第２実
施例を提供する。

本発明の目的は、共通のデータセツトを順次読
み取るジヨブについてキヤツシユ・ヒツトを最大
化することで、それらのデータセツトのレコード
は仮想記憶機構内にキヤツシユされ、したがつ
て、ジヨブ当りの平均入出力遅延を低減し、ジヨ
ブ経過時間も短縮する。

本発明の別の目的は、共有され、順次アクセス
されるデータのためのLRUアルゴリズムより効
率的なページ置換え、すなわちページ・スチール
技法を提供することである。

本発明のさらに別の目的は、各ジヨブが順次に
データをアクセスしている、複数のジヨブの間で
共有されるキヤツシユ化データに対して有利に使
用できる先取り技法を提供することである。

本発明のさらに別の目的は、共有されたキヤツ
シユ内でデータを順次にアクセスしている１組の
トランザクシヨンの間で、キヤツシユ・アクセツ
サのクラスタリングを促進することである。

Ｄ 実施例 第１図は、本発明の動作の全体の概要である。
オペレーテイング・システムＡ１０では、２つの
アドレス空間、すなわちアドレス空間１，１１、
及びアドレス空間２，１２は、同時に活動状態に
あるジヨブを表す。各アドレス空間は、DASD装
置１５に常駐するデータセツト１６上のデータを
同時にアクセスしている。各アドレス空間は、デ
ータセツト１６からのデータをそれ自身のローカ
ル・バツフア１３，１４に順次読み込んでいる。
データが読み込まれると、制御要素１７は、要求
されたデータがキヤツシユ要素１８内にあるかど
うか動的に判断する。そのデータがキヤツシユ要
素１８内にある場合、その要求は入出力を要しな
いでキヤツシユからデータセツト１６に満たされ
る。データがキヤツシユ１８内にまだない場合
は、その入出力は進行できる。次に、そのデータ
のコピーは、それが読み込まれているローカル・
バツフア１３または１４からキヤツシユ要素１８
に転送される。キヤツシユ要素１８内に、データ
をローカル・バツフア１３または１４からコピー
するのに十分な空間がない場合は、制御要素１７
はそのコピーを完了させるのに十分な記憶容量を
キヤツシユ１８からスチールする。制御要素１７
のスチール機構は、アドレス空間１，１１及び
２，１２がそのスチール決定をする際にデータセ
ツト１６を順次に読み込むという事実に基づく。
このページ・スチールは、価値が最も低い、すな
わちアドレス空間１またはアドレス空間２によつ
て近い将来に最も使用されそうにない、キヤツシ
ユ１８内のページを再使用のために解放するプロ
セスである。制御要素１７のスチール・アルゴリ
ズムの詳細はさらに後述する。

第２図は、仮想キヤツシユ２１を使用する実施
例を示す。この仮想キヤツシユは、米国特許出願
（出願番号07／274239、出願日1988年11月21日）
で記述されたタイプの非主記憶データ空間（すな
わちハイパースペース）である。「ハイパースペ
ース」とも呼ばれる、この非主記憶データ空間仮
想キヤツシユ２１は、拡張記憶機構２２によつて
バツキングされる。第２図に示すように、アドレ
ス空間１，２５及び２，２７は、データセツト２
８を順次読み取つており、制御要素２９は、バツ
フア２５Ａまたは２７Ａに読み込まれたデータを
仮想キヤツシユＨ２１内に適切に配置している。
仮想キヤツシユに配置されたデータは、２３で示
す仮想アドレスを占有する。この仮想アドレス
は、記憶バツキングのためにすべての拡張記憶機
構２２を要求する。新しいレコードがデータセツ
ト２８からアドレス空間１のバツフア２５Ａに読
み込まれ、それを２４で示す位置にある仮想キヤ
ツシユＨ２１にコピーすめための試みが制御要素
２９によつて行なわれると、もう拡張記憶機構は
位置２４をバツキングするためには使用できない
ことがわかる。したがつて、２３で示す仮想アド
レスをバツキングするフレームは、スチールされ
て関連拡張記憶機構を解放しなければならず、こ
うして、バツフア２５Ａ内のデータを位置２４に
読み込めるようになり、次に位置２４は新たに解
放された拡張記憶機構によつてバツキングされ
る。

第３図は、本発明の本実施例で使用される主な
制御ブロツクを示す。データセツト・テーブル・
エントリを含むデータセツト・テーブル３０１
は、SCVT３０３を介して通信ベクトル・テーブ
ル（CVT）３０２からチエーン・オフされる。
SCVT３０３は、キヤツシユ大域テーブル・ヘツ
ダ３０４をポイントし、次にこれはキヤツシユ大
域テーブル３０５をポイントする。各データセツ
ト・テーブル・エントリ（DSTE）３０６は、即
時データ空間３０６Ａのためのキヤツシユに使用
されるハイパースペースを識別するトークン、入
出力ブロツク・アンカ３０６Ｂ、クラスタ・ブロ
ツクと呼ばれる１組の制御ブロツク用のアンカ３
０６Ｃ、及びACBTキユーと呼ばれる順序キユ
ー用のアンカ３０６Ｄを含む。各入出力ブロツク
３０７は、後退キユー・ポインタ及び前進キユ
ー・ポインタ３０７Ａ，３０７Ｂ、入出力が要求
された最下位データ３０７Ｃ及び最上位データ３
０７Ｄの相対バイト・アドレス、及びこの入出力
を持つているユーザのACBTサブキユーに対す
るポインタ３０７Ｅを含む。各クラスタ・ブロツ
ク３０８は、ハイパースペース・キヤツシユ内の
データの隣接範囲に関連している。クラスタ・ブ
ロツク３０８は、前記範囲内の最下位返還データ
の相対バイト・アドレス（RBA）３０８Ａ、前
記範囲内の最上位返還データのRBA３０８Ｂ、
ハイパースペースに関連したトークン３０８Ｃ、
及びこのクラスタに関連したACBTのチエーン
へのポインタ３０８Ｄを含む。順序キユーすなわ
ちACBTキユーは、関連読取り装置のRBAによ
つて順序化された制御ブロツクを含む。これらの
制御ブロツクは、ACB制御ブロツクを追跡する
（ACBは、解説書「OS／VS仮想記憶アクセス方
法」、GC26−3838に示されたように周知の
VSAM制御ブロツクである）。各ACBT３０９
は、現在読取り装置ジヨブに関連したACBのア
ドレス３０９Ａ、またはアドレス空間３１０Ａを
含む。（読取り装置は、データセツトへのアクセ
スを確立したプロセスである。）各ACBT３０９
はまた、関連読取り装置のデータセツト内の現在
位置の指標３０９Ｂ、関連ユーザが現在停止され
ているか否かのインジケータ３０９Ｃ、前記読取
り装置に関連したCLSBへのポインタ３０９Ｄ、
読取り装置が入出力を待つて停止している場合の
IOBKへのポインタ３０９Ｅ、共通入出力動作を
待つている他のACBTへのポインタ３０９Ｆ、
及び共通CLSBに連鎖された他のACBTへのポイ
ンタ３０９Ｇを含む。ACBTは、読取り装置が
キヤツシユにふさわしい（データセツト・ベース
上の設置、たとえば設置出口またはOPEN処理中
に呼び出されるセキユリテイ・プロフアイルを介
して指示される）データセツトへの順次アクセス
を要求し、ユーザがデータセツトのキヤツシユ化
に参加できる許可が認められた場合に作成され
る。このプロセスは、読取り装置が読取りアクセ
スのためのデータセツトをOPENする際、発生す
る。さらに、これらがまだ作成されていなかつた
場合、記憶機構はCGTH、CGT、及びDSTEに
ついて割り当てられる。次にDSTEは、開かれて
いるデータセツトを表すために割り当てられ、読
取り装置を表すACBTはチエーンされる。IOBK
及びCLSBは、本流入出力要求処理中に作成さ
れ、また破壊され、OPEN処理の結果としては作
成されない。

第４図は、本発明の本実施例のための読取り要
求の全体の制御を示す。特定のRBAのための読
取り要求が出された場合、要求されたRBAに関
連したクラスタ・ブロツク（CLSB）を見いだす
ための試みがなされる４０１。要求されたRBA
がクラスタ・ブロツク内で見い出された場合４０
２、これはRBAに関連したレコードがハイパー
スペース・キヤツシユ内にあることを示す。次
に、データは要求ジヨブの局所バツフアにコピー
され４０３、読取り要求が満たされる。要求され
たRBAがCLSB内になかつた場合は、要求され
たデータがハイパースペース・キヤツシユ内にま
だないことを示す。しかし、まだハイパースペー
ス・キヤツシユ内になくても、このキヤツシユへ
の途中にあるかもしれない。レコードをDASD装
置から主記憶バツフアへ転送するプロセスが、開
始されたかもしれない。したがつて、このCLSB
のための入出力が進行中であるか否かの判断が４
０４で行なわれる。これは、関連IOBKの存在ま
たは不在によつて示される。このような入出力が
進行中であることが判断された（すなわちIOBK
があつた）場合には、読取り装置は、IOBKから
アンカーされたウエイター・キユー上に置かれる
４０５。次に、読取り装置は中断され４０６，４
０１で再び実行継続するための再発進を待機す
る。入出力がまだ進行中でなかつた（IOBKがな
かつた）場合、入出力が要求され４０７、IOBK
が作成され、IOBKキユー上の置かれる。次に、
ジヨブは、要求された入出力の完了を待つ４０
８。入出力を実行するためのこの機構は、キヤツ
シユ内の隣接フレームのストレツチ内の読取り装
置の「クラスタリング」を促進する。これは、第
７図を説明する以下の本文で説明される。「クラ
スタリング」は、後続の読取り装置が、拡張記憶
機構からのデータ転送に比べて物理的入出力の相
対的な緩慢さを解決するために、物理的入出力を
行なう読取り装置にキヤツシユ・アツプできる方
法である。

要求されたデータが要求しているジヨブの局所
バツフア内に今あるように入出力が完了した場
合、前記バツフアからのデータをハイパースペー
ス・キヤツシユにコピーできる十分な利用可能フ
レームがあるか否かの判断が行なわれる４０９。
（「使用中の」フレーム数のカウントが、維持さ
れ、仮想キヤツシユ・ページを返還するために使
用できる拡張記憶フレームの導入システム指定数
と比較される。このカウントは更新され、ハイパ
ースペース内にコピーされたデータ・ページを反
映する。）十分なフレーム数がある場合、データ
はキヤツシユにコピーされ４１０、クラスタ・ブ
ロツクはいま存在するイン・キヤツシユ・データ
のストレツチを反映するために更新される４１
１。データをキヤツシユにコピーするための十分
な利用可能フレームがなかつた場合、十分な記憶
空間を解放して、そのデータをキヤツシユにコピ
ーするために、スチール・ルーチンが実行される
４１２。このスチール・ルーチンの詳細は、以下
の第５図、第６図の説明で述べる。データをキヤ
ツシユにコピーするための十分な記憶空間が今存
在する場合４１３、上の４１０におけるようにコ
ピーが実行される。十分なフレームがない場合
は、このルーチンから単に出る。データはキヤツ
シユに転送されないが、エラーは指摘されない。
これらのページを必要とする次の読取り装置は、
物理的入出力を実行しなければならない。脱出す
る前に、いずれの中断されたユーザも再開を許可
される４１４。

第５図は、ページ・スチール処理のための制御
の流れ図である。５０１で、スチール・ターゲツ
トが計算される。これは、現在要求で要求された
フレーム数の３倍と定義される。このターゲツト
は、実行に敏感である。すなわち、スチールされ
ているフレームの利益が本発明アルゴリズムの頻
度及び経路長と均衡するように調整される。５０
２で、現在データセツト・インデツクスが取り出
される。これは、単に現在スチールされているデ
ータセツトを追跡するDSTへのインデツクスで
ある。この時点で、このインデツクスはさらに、
最後にスチールされたデータセツトを反映する。
５０３で、データセツト・テーブル内の次のデー
タセツトが選択され、データセツト・インデツク
スは増分される。したがつて、キヤツシユされた
データセツトは、ラウンド・ロビン方式で処理さ
れる。５０４で、現在データセツトのための順序
キユー、またはACBTキユー（第３図の３０４
Ｃ）上の第１読取り装置が選択される。第１読取
り装置は、データセツト内のずべての読取り装置
の最低RBA値に現在位置するものである。この
現在RBA値は、ACBT（第３図の３０９Ｂ）内に
維持される。５０５で、現在読取り装置の背後、
すなわち現在読取り装置の位置のRBA値より低
いRBA値をもつハイパースペース・キヤツシユ
内に、このデータセツトに対するフレームが存在
するか否かの判断が行なわれる。存在する場合、
５０６で、キヤツシユ内のいくつかのフレームが
スチールされる。すなわち再使用のために解放さ
れる。この実行の際、ルーチンは現在読取り装置
の直後のフレームから開始する、すなわち現在読
取り装置の位置より下のRBAから開始する。後
進（すなわち、より低いRBA値へ）フレームは、
捨てられたフレーム数がＡすなわち現在読取り装
置の前にあるフレーム数またはＢすなわちスチー
ル・ターゲツトの最小値に等しくなるまでスチー
ルされる。５０７で、スチールされたフレームの
数がターゲツトに等しいか否かの判断が行なわれ
る。等しい場合は、このスチール・ルーチンから
うまく出ることができる。等しくない場合は、ま
たは５０５での判断が現在読取り装置の後ろにキ
ヤツシユされたフレームがないことを示した場合
は、このデータセツトに対するキヤツシユ内の最
小価値フレームを決定する計算が実行され、それ
らのフレームはスチールされる５０８。この方法
は第６図で詳細に記述され、以下でも説明する。
５０９で、これまでにスチールされたページが、
ターゲツトに等しいか否かの判断が再び行なわれ
る。等しい場合は、スチール・ルーチンからうま
く出る。これまでにスチールされたフレーム数が
ターゲツトより小さい、すなわち５０９での判断
の結果が無回答であつた場合は、さらに、すべて
のフレームが現在データセツトからもうスチール
されたか否かの判断が５１０で行なわれる。（こ
の判断は、０に対する「距離」と呼ばれる値を調
べることにより行なわれる。これについては、さ
らに第６図で説明する。値０の距離は、このデー
タセツト内のすべてのフレームがスチールされた
ことを示す。）５１０での判断が、このデータセ
ツトの追加フレーム返還部分をまだスチールでき
ることを示した場合、そのとき最小価値のフレー
ムの計算は５０８で再計算され、処理は前記のよ
うに続く。５１０での判断が、このデータセツト
からスチールするフレームが残つていないことを
示した場合は、次のデータセツトがDSTテーブ
ルから選択され、現在データセツトのインデツク
スが増分され５０３、処理は前記のように続く。

第６図は、最小価値フレームを識別してスチー
ルするための制御の流れを示す。この処理の目的
は、キヤツシユ内の最小価値フレームに関連した
CLSBを識別すること、及びそのクラスタ内の最
小価値フレームを識別することである。この処理
により、フレーム・スチールは、ターゲツトに達
する（すなわち、スチールするフレームがもうな
い）まで後進する。６０１では、初期距離値Ｄ０
が０にセツトされる。（注：この図に示した処理
がフレームの放棄を生じない場合、この距離値は
０のままであり、この結果は、すべてのフレーム
が現在データセツトからスチールされたことを見
つける第５図の判断５１０になる。）６０２では、
ACBTキユー上の第2ACBTが選択される。（第
１読取り装置の背後のフレームはすでにスチール
されたはずである。）６０３では、このような
ACBT（この時点で第２読取り装置と関連した
ACBT）が存在するか否かを判断する。このよ
うなACBTが存在する場合、このACBTがCLSB
と関連しているか否かの判断が６０４で行なわれ
る。そうである場合は、そのACBTと関連した
読取り装置がキヤツシユされたレコードの隣接ス
トレツチ内に位置することを示し、値Ｈ１が現在
ACBTの現在RBA位置に等しくセツトされ６０
５、値Ｌ１が前のACBTのRBA値に等しくセツ
トされる６０６。次に、距離値Ｄ１は、Ｈ１とＬ
１との差に等しくセツトされる６１２。この距離
値は、この時点では、２つの連続した読取り装置
の間の距離に等しい。テスト６１３で、Ｄ１が現
在値Ｄ０より大きいか否かの判断が行なわれる。
そうである場合は、６１４で、現在CLSBのアド
レスが最良CLSB値であることが示され、Ｈ１が
最良RBA値であることが示され、Ｄ０はＤ１の
新しい値にセツトされる。次に、６１５では、
ACBTキユー上の次のACBTが選択され、処理
は前記の６０３と同様に続く。６１３のテスト
で、Ｄ１の値が前の値Ｄ０より大きいことが示さ
れなかつた場合は、新しい最大値を見つけなかつ
たことになり、ブロツク６１４での値のセツトは
バイパスされ、新しいACBTが選択される６１
５。６０４のテストで、現在ACBTがCLSBと関
連していることが示されなかつた場合は、関連す
る読取り装置がデータのイン・キヤツシユ・スト
レツチ内にないことを意味する。そこで、適切で
あれば、スチールが前のクラスタ内で開始されな
ければならない。６０７では、現在ABCT内の
RBA以下のRBA範囲をもつ最隣接クラスタ・ブ
ロツクが選択される。６０８では、このようなク
ラスタ・ブロツクが見つかつたか否かのテストが
行なわれる。否の場合は、スチールする前クラス
タがなく、次のACBTが選択される６１５。そ
のようなクラスタが見つかつた場合は、値Ｈ１は
このクラスタ内の最高RBA値に等しくセツトさ
れる６０９。次に、６１０で、Ｈ１以下のRBA
位置をもつACBTキユー上の最隣接ACBTが選
択され、６１１でＬ１は、この新しく見つかつた
ACBTのRBA位置に等しくセツトされる。次に、
処理は前記のように６１２に続く。６０３のテス
トで、選択されるACBTの存在が示されなかつ
た場合、（すべてのACBTが選択され、処理され
たことを示す）、キヤツシユ内の最後の読取り装
置の位置を越えてイン・キヤツシユ・ストレツチ
があり得るので、最終組の処理が実行されなけれ
ばならない。６１６では、最後のCLSBが選択さ
れる。次に、値Ｈ１は、選択されたCLSB内の最
高RBA値に等しくセツトされる。次に６１８で、
ACBTキユー上の最後のACBTが選択される。
値Ｌ１は、この最後のACBTのRBA位置に等し
くセツトされる６１９。次に、距離値Ｄ１は、Ｈ
１とＬ１との差として計算される６２０。Ｄ１
が、既存のＤ０値より大きいか否かの判断が行な
われる６２１。大きい場合、６２２で、新しい最
適スチール位置を得て、最良CLSB値がこの現在
CLSBのアドレスに等しくセツトされ、Ｈ１が最
良のRBA位置であることが示され、Ｄ１はＤ０
に置き換えられる。否の場合は、６２２でのこの
処理はバイパスされる。次に、Ｄ０がまだ０に等
しいか否かのテストが行なわれる６２３。０に等
しくない場合、候補が位置づけられたことを示
し、フレームは、位置最良RBAから始まる計算
された最良CLSBから放棄される６２４。しか
し、Ｄ０が０に等しい場合、候補は位置づけられ
ず、この放棄過程はバイパスされ、単にこのルー
チンから出る。

第７Ａ図ないし第７Ｅ図は、読取り装置の「ク
ラスタリング」の推進に使用される入出力キユー
イング機構を、例を用いて示す。（これと次の制
御ブロツク内容は、例に関連する分野だけを強調
している。各種の矢印は、通常の制御ブロツク連
鎖を示す。）第７Ａ図では、ACBT１，７０３及
びACBT２，７０４で表された読取り装置ジヨ
ブ１，７０１及び読取り装置２，７０２は、両方
ともデータセツト１，７０５のブロツク８０ない
し８９内のデータのレコードを処理している。ハ
イパースペース仮想キヤツシユＨ７０６は、この
データをキヤツシユするために使用される。クラ
スタ・ブロツク２，７０７は、ハイパースペース
７０６内のこの隣接データ・ストレツチを表す。
（両方の読取り装置が、点線で示すように、
CLSB２にチエーンされている（CLSB ３０８
Ｄ内のACBTポインタ及びACBT ３０９Ｇ内
のCLSBQポインタを介して）ことに留意された
い。）クラスタ・ブロツク１，７０８は、２つの
読取り装置のいずれかによつて現在処理されてい
ない、ハイパースペース内の別の隣接データ・ス
トレツチを表す。入出力動作は現在進行していな
い。これは、IOBK ７０９がないことによつて
示される。第７Ｂ図では、ACBT１，７０３で
表された読取り装置１はいま、ブロツク９０〜９
９を要求し、入出力ブロツク７１０で表された入
出力動作を開始する。このアクセス方法は、通常
のように、入出力開始されたので、読取り装置１
を中断する。第７Ｃ図では、読取り装置１によつ
て開始された入出力動作が完了する前に、読取り
装置２（ACBT２，７０４で表す）は、ブロツ
ク９０〜９９を要求する。読取り装置２の新しい
要求の低RBA数は、すでに進行中で、入出力ブ
ロツク７１０に示され、入出力の低RBA数に適
合するので、読取り装置２のACBT７０４は、
その入出力動作の完了を待つために、その入出力
ブロツク上にキユーされる。このキユーイング
は、ACBT２，７０４を入出力ブロツク７１０
に連鎖することによつて実行される。次に、読取
り装置２は、本発明に従つて中断される。第７Ｄ
図では、入出力動作の完了時に、ブロツク９０〜
９９は、読取り装置１の局所バツフア７１１から
７１２のハイパースペースに移動される。次に、
クラスタ・ブロツク２，７１３は更新されて、デ
ータの隣接ブロツクの新しいサイズを反映し、こ
うしてブロツク８０からブロツク９９に達する
（第７Ｅ図の７１４参照）。読取り装置２は、
IOBKウエイター・リストから除かれ、IOBKは
解放される。次に、読取り装置２が再開される。
制御は本アクセス方法に戻り、読取り装置１は進
行できるようになる。

第７Ｅ図では、ブロツク９０〜９９に対する読
取り装置２の要求は、ハイパースペース７０６か
ら満たすことができる。物理的入出力は実際には
行なわれない。ブロツク９０〜９９，７１２は、
読取り装置２の局所ハツフア７１３に移される。

第８Ａ図〜第８Ｋ図はさらに、本発明のこの第
１実施例を示す。第８Ａ図で、読取り装置１はデ
ータセツトを順次に読み始める。ハイパースペー
ス・キヤツシユ８０１は、このデータセツトに関
連したページ・フレームをキヤツシユするために
使用される。ACBT８０２は、読取り装置１を
表し、このACBT内の現在RBAインジケータは、
そのデータセツトを読んでいる読取り装置１の現
在位置をしめしている。この時点で、RBAイン
ジケータ８０２Ａは、位置１０を示す。ハイパー
スペース・キヤツシユ８０４内には、隣接データ
がただ１ストレツチしかないので、ただ１クラス
タ・ブロツク８０３しかない。このクラスタ・ブ
ロツクは、低RBA番号が１、８０３Ａであるこ
と、及び高RBA番号が10、８０３Ｂであること
を示す。第８Ｂ図では、読取り装置１がデータセ
ツトを順次に読み続けるので、キヤツシユ内のフ
レームのストレツチは大きくなる８０５。いま、
読取り装置１に関連したACBTは、読取り装置
１の位置が位置５０，８０６Ａであることを示
し、ハイパースペース・キヤツシユ内のデータの
ストレツチを示すクラスタ・ブロツクは、低
RBA指標１，８０７Ａ及び高RBA番号50、８０
７Ｂをもつ。第８Ｃ図では、第２読取り装置、す
なわち読取り装置２が読取り装置１と同じデータ
セツトを順次に読み始めた。読取り装置１によつ
てすでに読み取られたデータは、依然としてハイ
パースペース・キヤツシユ内にあり、読取り装置
２の読取り要求は、追加の物理的入出力の必要な
しで満たされる。ACBT８０８は読取り装置２
と関連し、キヤツシユ内の読取り装置２の位置が
位置１０，８０８Ａであることを示す。第８Ｄ図
では、読取り装置２は、物理的入出力に対して遅
れがより少ないので、読取り装置１とともに「キ
ヤツチ・アツプ」を開始する。（「クラスタリン
グ」は、すでに説明した。）しかし、これは、キ
ヤツシユ化の利点のほんの一部分である。おそら
く読取り装置２のスピード・アツプより重要なこ
とは、読取り装置１が読取り装置２の存在によつ
てスロウ・ダウンされないことである。キヤツシ
ユ化しなければ、読取り装置１は、この装置が読
取り装置２の入出力後に利用可能になるのを待つ
ことによる遅れの増加を受けるはずである。この
キヤツシユ化を使用すれば、読取り装置２は、物
理的入出力を行なつていないので、読取り装置１
は、読取り装置２の入出力の完了を待つ必要がな
い。第８Ｅ図では、読取り装置２は、読取り装置
１をキヤツチ・アツプしている。いま、それらの
１つは、物理的入出力を要求しなければならない
が、両者は要求された入出力の完了まで待つ。第
８Ｅ図では、読取り装置１と読取り装置２の両者
とも位置７５にある。これは、RBA番号７５，
８１０Ａ，８０９Ａをもつ読取り装置１の
ACBT８１０と読取り装置２のACBT８０９の
両者によつて示される。このクラスタリングによ
つて、多数のフレームを要求することなく、引き
延ばされた入出力の短縮が可能になる。このクラ
スタリングがいつたん発生すると、クラスタの維
持に必要なフレームの数は少ない。結局、キヤツ
シユ化に使用するフリー・フレームの追加がない
ので、多少のフレーム・スチールを行なわなけれ
ばならない。本実施例のアルゴリズムに従つて、
両読取り装置によつて最も最近読み取られたフレ
ームは、スチールされることになるフレームであ
る。第８Ｆ図は、このスチールが行なわれた後
の、ハイパースペース・キヤツシユの状態及び制
御ブロツク構造を示す。ハイパースペース・キヤ
ツシユ８１１，８１２内に、今データの２つの隣
接ストレツチがあることに留意されたい。これら
のストレツチは、必要なフレームをスチールした
空間８１３によつて分離されている。これらの２
つの隣接ストレツチは、クラスタ・ブロツク８１
４，８１５によつて表される。クラスタ・ブロツ
ク８１４は、隣接ストレツチ８１２と関連し、１
の低RBA，８１４Ａから７０の高RBA，８１４
Ｂに延びている。クラスタ・ブロツク８１５は、
隣接ストレツチ８１１を表し、８１の低RBA，
８１５Ａから９０の高RBA，８１５Ｂに達して
いる。第８Ｇ図では、ACBT８１６に関連した
第３の読取り装置が、データセツトを順次に読み
取り始めている。完全なまま残されたキヤツシユ
の一部分が始めにあるので、読取り装置３はただ
ちに、読取り装置１及び読取り装置２によつてす
でに読み取られたデータのフレームから利益を得
る。フレーム・スチールを実行する必要のある次
の時には、読取り装置３によつて最も最近参照さ
れたフレームが選択される。これは、第８Ｈ図の
空のストレツチ８１７で示される。読取り装置１
及び読取り装置２によつて最近参照されたフレー
ムは、読取り装置３がそれらのフレームを間もな
く参照するので、スチールされない。第８Ｈ図
は、３つの隣接データ・クラスタ８２１，８２
２，８２３を示し、各クラスタは、それぞれ関連
したクラスタ・ブロツク８１８，８１９，８２０
をもつ。多くの因子に依存するが、読取り装置３
は、読取り装置１及び読取り装置２に実際に追い
つくことができる。この場合、第８Ｉ図に示すよ
うに、各単一物理的入出力要求によつて、３つの
読取り装置がサービスされる。第８Ｉ図では、２
つの隣接するハイパースペース・データ・ストレ
ツチ８２４，８２５は、それぞれクラスタ・ブロ
ツク８２６，８２７によつて表されている。ここ
でも、スチールされたフレームはどれでも、単一
クラスタの３つの読取り装置によつて最も最近参
照されたフレームになる。これは、第８Ｊ図に示
されている。最近スチールされたフレーム８２８
は、ハイパースペース内の隣接ストレツチをいま
３つのピース８２９，８３０，８３１に分割し
た。これらは、それぞれクラスタ・ブロツク８３
２，８３３，８３４によつて表されている。結
局、３つの読取り装置はすべて、データセツトの
読取りを完了することになる。これを第８Ｋ図に
示す。いま読取り装置はないので、DSTE８３５
から連鎖を外されたACBTはない。これらの３
つの隣接データ・ストレツチはハイパースペース
内に残り、クラスタ・ブロツク８３６，８３７，
８３８で表されている。

前記のように、本発明の本実施例は、再使用ま
での最長期待時間をもつフレームの計算に広く基
づく、ページ・スチールのための最適候補を決定
する。本実施例は、すべての読取り装置がキヤツ
シユを一定速度で通過していると仮定しており、
したがつて、再使用までの最長期待時間をもつフ
レームは、イン・キヤツシユ。ページのストレツ
チの前、または読取り装置の１つの直後のいずれ
かで、発生すると仮定される。また本実施例は、
データをキヤツシユに先取りするための特別の準
備はしない。

別の実施例では、キヤツシユを通過している各
種のジヨブの速度の計算を行なうことができる。
これらの速度の差は、キヤツシユからどのページ
をスチールするかを決定する際に考慮に入れるこ
とができる。この別の実施例のもう１つの特徴
は、データをキヤツシユに先取りすることであ
る。これもまた、速度の差に基づくものである。
この別の実施例の特徴は、先取りするキヤツシユ
されていないレコード及び先取りするそれらのレ
コードの順序を決定する先取りアルゴリズム、各
読取り装置が各データセツト内のレコードを読み
取る速度を経験的に決定する速度推定アルゴリズ
ム、予め推定された速度及び介在レコードがキヤ
ツシユされるか否かについての情報を使用して、
データセツト・レコードが次に読取り装置によつ
て参照される時間を決定する使用時間推定アルゴ
リズム、及び新しいレコードがキヤツシユ全体内
に置かれた場合キヤツシユ内のどのレコードがス
チールされるべきかを決定するキヤツシユ置換
え、すなわちページ・スチール・アルゴリズムを
含む。これらのアルゴリズムを以下に説明する。

速度推定アルゴリズム データセツトD_jを通るジヨブJ_jの速度はV_ijで
表され、J_iがD_j内のレコードを読み取つている速
度である。速度推定アルゴリズムは、データセツ
トを通してのジヨブの達成可能速度の推定値を計
算する。この達成可能速度は、ジヨブがデータセ
ツト上でキヤツシユ・ミスに遭遇しなかつた場合
は、そのジヨブがデータセツトを通過する速度で
ある。速度推定アルゴリズムは周期的に実行さ
れ、呼出し間隔は、本アルゴリズムのパラメータ
であるΔによつて表される。時刻t_pにジヨブJ_iが
データセツトD_j内のレコードr_ijを読み取つている
と仮定する。従来の時刻t_p＋Δに、t_pからのジヨ
ブJ_iによつて引き起こされた全入出力遅延時間が
b_iであるとする。時刻t_p＋Δに、J_iがデータセツ
トD_j内のレコードc_ijまで読み取つた場合に、その
達成可能速度は次のように推定される。

V_ij＝（c_ij−r_ij）／（Δ−b_i） この速度推定アルゴリズムは、２つの副機能を
もつている。第１の副機能は、ジヨブが読取り要
求をキヤツシユ・マネージヤに送るごとに呼び出
される。この機能は次の変数を更新する。

１ c_ij：データセツトD_j内のジヨブJ_iの現在位
置。

２ b_ij：全入出力遅延ジヨブJ_iが、D_j内のその速
度が最後に測定されてから生じた。

３ t_ij：最終時刻J_iの速度がデータセツトD_j内で
測定された。

第９図は、ジヨブによつて送られた各読取り入
出力に対する速度推定アルゴリズムの処理を示
す。このコードでは、ジヨブJ_iはデータセツトD_k
内のレコードｒを読み取つている。９０１では、
このレコードがこのデータセツト内の最初のもの
であるか否かの判断が行なわれる。そうである場
合は、９０２で、t_ikはD_kの読取りを開始した時
刻J_iにセツトされる。これはシステム関数
Current Timeによつて返される。このジヨブの
現在位置は、９０３でc_ik内に記録される。ｒが
キヤツシユ内にある場合９０４、速度推定アルゴ
リズムは単に戻る。ｒがキヤツシユ内になかつた
場合は９０５、レコードｒはキヤツシユ内に読み
込まれなければならず、その時刻は９０５で変数
blocked time内に記録され、入出力が開始され
る９０６。入出力が完了した時、ｒがキヤツシユ
に読み込まれていた時ジヨブがブロツクされた合
計時間は、Current Time−blocked timeであ
る。９０７−９１２で、ジヨブがブロツクされて
いた合計時間は、そのジヨブが読み取つているす
べてのデータセツトに対して更新される。

第１０図は、第２速度推定アルゴリズム副関
数、すなわちΔ時間単位ごとに呼び出される非同
期速度推定関数を示す。呼出し間隔は、１００１
で時間Δだけ中断することにより実施される。任
意の速度を推定する前に、この流れ図で使用され
る変数c_ij、t_ij、v_ij、p_ij、b_ijは０にセツトされる。
２つのループ１００３−１００８，１００２−１
０１０は、すべてのデータセツト内のすべてのジ
ヨブの位置を検査する。この位置が非ゼロである
場合、J_iはデータセツトD_jを読み取つている。ブ
ロツク１００５は、達成可能な推定速度を計算す
る。これは、最後の速度推定値以来のデータセツ
ト内を移動した合計距離であると定義される。こ
れは、（c_ij−p_ij）を、t_ijからCurrent Timeまでの
時間間隔にジヨブが活動状態であつた合計時間で
割つたものである。これは単純にCurrent Time
−t_ij−b_ijである。１００６では、変数は、次の間
隔にセツトされる。

使用時間推定アルゴリズム 使用時間推定アルゴリズムは、ジヨブ速度の各
再計算後に呼び出される。このアルゴリズムは、
データセツトD_jを通るジヨブJ_iの推定速度を使用
して、J_iがD_jのレコードｒを読み取る時間を計算
する。c_ijをD_j内のJ_iの位置のレコードIDとし、
V_ijをこのデータセツト内の速度とする。本アル
ゴリズムは、ジヨブJ_iが ｋ／V_ij 時間単位でレコードc_ij＋ｋを読み取る（「使用す
る」）と推定する。

使用時間推定アルゴリズムは、先読み時間Ｌに
よつてパラメータ化される。Ｌ時間単位内に、ジ
ヨブJ_iは、データセツトD_jのレコードc_ij＋１、c_ij
＋Ｋを使用する。ただし、Ｋ＝Floor（Ｌ・V_ij）
とする。この場合、J_iに関するc_ij＋ｐの使用時間
は（ｐ／Ｋ）・Ｌと定義される。Ｋ個のレコード
c_ij＋１、c_ij＋２，……、c_ij＋Ｋは、ジヨブJ_iの先
読み状態にあると言われる。

第１１図は、第２実施例のキヤツシユ管理アル
ゴリズムを示す例である。水平線はデータセツト
を表し、ハツシユ・マークはレコードを表す。円
はキヤツシユされたレコードを示す。矢印は速度
及びジヨブ１，２，３の先読み状態を表す。たと
えば、ジヨブ２の先読み状態内の第１レコードは
レコード１０である。ジヨブ２に関するレコード
１０の使用時間は（1/5）・Ｌである。水平線の下
のセツトは、本実施例で使用され、以下で説明す
るテーブルまたはリスト、すなわち「最終ジヨブ
後」リスト、「見られなかつた」リスト、「使用時
間」リスト、及び「先取り候補」リストを表す。

J_iの先読み表内のＫ個すべてではなく一部のレ
コードをキヤツシユすることが可能である。この
場合、J_iの先読み表内のレコードのいくつかは、
デイスクから読み取られなければならない。デイ
スクから１つのレコードを読み取つて、それをキ
ヤツシユ内に挿入するのに必要な平均時間を、Ｔ
とする。セツト｛c_ij＋１、c_ij＋２，……、c_ij＋
（ｐ−１）｝内にｑ個の非キヤツシユ化レコードが
ある場合、ジヨブj_iに関するレコードc_ij＋ｐの使
用時間は、次の通りである。

ｐ／Ｋ・Ｌ＋ｑ・Ｔ この使用時間は、J_iがレコードｐを使用できる
前に起きる入出力の遅延を含む。この例では、ジ
ヨブ１に関するレコード５の使用時間は、（2/
３）・Ｌ＋Ｔである。

所与のレコードｒを、いくつかのジヨブの先読
み状態に置くことができる。この場合、その使用
時間は、すべてのジヨブに関する最小使用時間と
して定義される。使用時間はキヤツシユ内の各レ
コードに対して計算される。使用時間はまた、キ
ヤツシユされていないが、あるジヨブの先読み状
態にあるレコードに対して計算される。これは先
取りのために使用され、後で説明する。どの場合
でも、UT［ｊ，ｒ］はデータセツトD_j内のレコ
ードｒの使用時間を表す。

第１２図は、少なくとも１つのジヨブの先読み
状態にあるキヤツシユされた、及びキヤツシユさ
れていないレコードの使用時間をセツトする。最
初の２つのループ（ステツプ1201−1207）は、す
べての使用時間を無限の省略値にリセツトする。
（任意の大きな値。）第２の２つのループ（ステツ
プ1208−1224）は、すべてのデータセツト内のす
べてのジヨブを検査する。J_iが現在D_j（c_ij＞０）
を読み取つている場合、その先読み状態の長さ
は、１２１５で計算される。変数ｑは、データセ
ツトD_j内のJ_iの先読み状態内の非キヤツシユ・レ
コード数を記録する。この変数は、１２１６で０
に初期化される。１２１７−１２２４からのルー
プは、先読み表内のすべてのレコードを検査す
る。ステツプ1219は、J_iに関してデータセツトD_j
内のレコードc_ij＋ｐの使用時間を計算する。これ
には、ｑ個の消失レコードに対する転送回数も含
まれる。これがすでに計算された使用時間より小
さい場合、レコードの使用時間は新しい値にセツ
トされる。ステツプ1221は、レコードｐがキヤツ
シユされたか否かのテストを行ない、否である場
合には、１２２２でカウンタｑが更新される。

使用時間推定アルゴリズムは、すべてのキヤツ
シユされたレコードを含むリストを作成し、この
リストは、キヤツシユ置換アルゴリズムによつて
使用される。このリストは、最大使用時間から最
小使用時間へソートされる。１つ問題がある。ど
のジヨブの先読みジヨブにも入らないキヤツシユ
されたレコードがありうる。これらのレコードは
２つのクラスに分けられる。第１のクラスは、レ
コードのデータセツト内の最後の活動ジヨブの後
ろにあるレコードである。第２のクラスは、デー
タセツト内の最後のジヨブの後ろにないが、どの
先読みジヨブ内にもないレコードを含む。使用時
間推定アルゴリズムは、キヤツシユされたレコー
ドの３つのソートされた下記のリストを作成す
る。

１ レコードのデータセツト内の最後のジヨブの
後ろのレコードを含むbehind last job list。
このリストは、最大のレコードIDから最小の
レコードIDにソートされる。第１１図の例で
は、このリストは｛３，２，１｝である。

２ どの先読みジヨブ内にもなく、レコードのデ
ータセツト内の最後のジヨブの後ろにもないレ
コードを含むnot seen list。このリストは、最
大のレコードIDから最小のレコードIDにソー
トされる。第１１図の例では、このリストは
｛１５，７｝である。

３ 先読みジヨブ内のレコードを含むuse time
list。このリストは、最大使用時間から最小使
用時間にソートされ、第１１図の例では、｛１
３，５，９，１１，１０｝である。（この例で
は、Ｔ＝（Ｌ／２）。） キヤツシユ置換アルゴリズムが、置換え決定を
するために、どのように３つのリストを使用する
かを、以下に説明する。

オーバーヘツドの考察 キヤツシユ内のレコード数をS_cとする。使用時
間推定アルゴリズムは、キヤツシユされたレコー
ドの３つのソートされたリストを作成する。これ
は時間Ｏ（S_c・log S_c）を必要とする。このオー
バーヘツドは、これらのリストを完全にソートし
なくても低下させることができる。各リストは、
Ｑ組のレコードに区分することができ、各組はソ
ートされない。use time listに対しては、各組
は、ほぼ同じ使用時間をもつレコードを含む。次
のＬ時間単位中にデイスクからキヤツシユに転送
可能なレコードの最大数は、ｑ＝（Ｌ／Ｔ）であ
る。使用時間推定アルゴリズムは、ｑ個の非キヤ
ツシユ・レコードが観察された後は、J_iの先読み
ジヨブ内のレコードを検査しないと仮定する。
use time list内の使用時間の値の範囲は［０，
２Ｌ］である。第ｉ区分セツトは、ｉ＝０，１…
…，Ｑ−１に対して、範囲 ｉ／Ｑ2L＜UT［ｐ］＜（ｉ＋１）／Ｑ2L 内の使用をもつ各キヤツシユされたレコードｐを
含む。他のリストに対する区分も同様に定義さ
れ、各区分はほぼ等しいIDをもつレコードを含
む。

これらの区分は、０からＱ−１まで指標付けさ
れた３つのテーブルによつて表現することができ
る。それらのテーブルは、１）behind last job
tableテーブル、２）not seen tableテーブル、
３）use time tableテーブルである。これらテー
ブルは、時間Ｏ（S_c）内に作成することができる。

使用時間推定アルゴリズムのオーバーヘツド
は、パラメータ及びＬを設定することによつて制
御することができる。このパラメータは、速度及
び使用時間推定が呼び出される頻度を決定し、Ｌ
は先読みジヨブ処理の複雑さを制御する。最適値
は、特定のジヨブ・ミツクスの関数である。妥当
な値は、Δ＝５〜10秒、Ｌ＝２・Δである。最後
に、これらのアルゴリズムは、ジヨブが送る読取
り要求の処理を直接遅延させることはない。これ
らの２つのアルゴリズムは、背景ジヨブとして走
らせることができ、それらのオーバーヘツドだけ
がバツチ・ジヨブの性能に間接的に影響を与え
る。

キヤツシユ置換アルゴリズム キヤツシユ置換アルゴリズムは、新しく読み取
られたレコードがキヤツシユ内に挿入され、キヤ
ツシユが一杯になつた場合に、どのキヤツシユさ
れたレコードを置き換えるかを決定する。置き換
えられたレコードは、最高使用時間をもつもので
ある。構築によつて、not seen list内のレコード
は、use time list内のどのレコードの使用時間
より大きい使用時間をもつ。behind last job
list内にあるデータセツトD_j内のレコードｐの次
の使用時間は、新しいバツチ・ジヨブがD_jの読
取りを開始する時刻によつて決定される。キヤツ
シユ置換アルゴリズムは、この時間がnot seen
list内のレコードの使用時間より大きい、と仮定
する。２つのレコードｐとｐ＋１がともに
behind last jobリスト内にある場合、レコード
ｐ＋１はより高い使用時間をもつことになる。こ
れは、なぜbehind last job listが最大レコード
IDから最小レコードIDにソートされるのかを説
明する。NOT seen listを最大レコードIDから
最小レコードIDにソートする理由は、比較的遅
い読取り装置の前でレコードをデータセツト内に
置き換えることを回避するためである。経過時間
が最適化のための性能基準である場合、これは重
要である。

キヤツシユ置換アルゴリズムはまず、必要に応
じて、すべてのレコードをbehind last job list
内に置き換え（第１５図の１５０１，１５０２）、
次に必要があればすべてのレコードをnot seen
list内に置き換え（１５０３，１５０４）、最後に
すべてのレコードをuse time list内に置き換え
る（１５０５，１５０６）。要求がまだ満たされ
ない場合、速度及び使用時間推定アルゴリズムは
再実行され１５０７、スチールが再度試みられ
る。

３つの区分テーブルが３つのリストの場所で使
用される場合、その置換順序は次のとおりであ
る。１）behind last job table、２）not seen
table、３）use time table。３つのテーブルは、
すべてインデツクスＱ−１から下に０まで検査さ
れ、第１非空セツトの頭が置き換えられる。走査
オーバーヘツドは、３・Ｑリストをそれらのスチ
ール順に連結して単一リストを形成することによ
り、解消することができる。

先取りアルゴリズム 各データセツトD_jは、D_jを読み取つているバ
ツチ・ジヨブのためのレコードを先取りする専用
先取りジヨブをもつ。本実施例では、データセツ
トとデイスクの間に１対１の写像があると仮定す
る。１度にただ１つの入出力がデイスク上で進行
可能で、これは１データセツトにつき２つ以上の
先取りジヨブは必要でないことを意味する。本発
明の先取りアルゴリズムは、次の場合に対して容
易に普及させることができる。

１ １デイスクあたり多数のデータセツト ２ 多数デイスクを占有するDS ３ 多数の同期入出力を支援するデイスク データセツトD_jからのレコードが先取りされ
る順序は、使用時間推定アルゴリズムによつてセ
ツトされた使用時間（デツドライン）に基づく。
先読みジヨブ内になく、かつキヤツシユされてい
ないレコードは、先取り候補と呼ばれる。第１２
Ａ図及び第１２Ｂ図に示した使用時間推定アルゴ
リズムは、各データセツトに対して先取り候補レ
コードのリストを作成する。D_jのリストは、
prefetch candidate［ｊ］と表され、最小使用時
間から最大使用時間にソートされる。先取り候補
リストは、第１３Ａ，１３Ｂ，１３Ｃ図に示すよ
うに、第１２図に３つの追加をすることにより作
成されるものとする。第１の追加は第１３Ａ図に
示され、第１２図のステツプ1201に先行する。こ
の追加は、これらのリストを単純に初期化する。
第２の追加は第１３図に示され、第１２図のステ
ツプ1222に従う。

この追加は、これがジヨブの先読みテーブル内
に見いだされた初回である場合、先取り候補レコ
ードをこのリストに挿入する。第１２図への最後
の追加は、使用時間をセツトするこれらの２つの
ループに従い（すなわち、第１２図のステツプ
1206から出る「YES」経路に従う）、これらのル
ープを、第１３図に示す。

候補レコードのリストは、最小使用時間から最
大使用時間にソートされる。第１１図の例に対す
る先取り候補のリストは、８，４，１２，１４，
６である。

先取りリストが作成された後、非同期先取りジ
ヨブは作業を開始する。データセツトD_jに対す
る先取りジヨブは、prefetch candidates［ｊ］リ
ストの頭から次のレコードを取り除き、先取り入
出力をキヤツシユ・マネージヤに送る。第１４図
は、データセツトD_jに対する非同期先取りジヨ
ブの制御の流れを示す。各先取り候補は、判断１
４０１がもう候補がないことを判断するまで、リ
スト１４０２から削除され、キヤツシユ１４０３
に読み込まれる。

先取り候補リスト作成の時間的複雑性は、ソー
トによるＯ（S_c・iog（S_c））である。この複雑性
は、use time listsのために行なつたような未ソ
ート区分を使用してＯ（S_c）に短縮することがで
きる。先取りジヨブのCPUオーバーヘツドは、
各ジヨブが１回読取り当り極めて少数の入出力し
か実行しないので、無視できる。

本発明を２つの実施例に関して説明したが、本
発明がこれらの実施例のみに限定されないことを
当業者は理解できる。本発明を、その意図または
範囲から逸脱することなく、前記のように、かつ
特許請求したように使用できるシステム環境は多
数である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明のデータの流れを示す略図で
ある。第２図は、非主記憶データ空間が仮想キヤ
ツシユとして使用される第１実施例の略図であ
る。第３図は、第１実施例で使用されるキー制御
ブロツクを示す制御ブロツク構造図である。第４
Ａ図と第４Ｂ図は、第１実施例の読取り要求に対
する制御の流れを示す流れ図である。第５図は、
第１実施例のページ・スチール処理のための制御
の流れを示す流れ図である。第６図は、第１実施
例のページ・スチール候補を識別するための制御
の流れを示す流れ図である。第７Ａ図〜第７Ｅ図
は、第１実施例の実例使用を示し、入出力キユー
イングを示す制御ブロツク及びデータの流れ図で
ある。第８Ａ図〜第８Ｋ図は、３つの読取り装置
が順次にデータセツトを読み取つている第１実施
例の使用法を示す制御ブロツク図である。第９図
は、第２実施例で使用される速度推定アルゴリズ
ムの第１副関数を示す流れ図である。第１０図
は、第２実施例で使用される速度推定アルゴリズ
ムの第２副関数を示す流れ図である。第１１図
は、第２実施例の使用例におけるジヨブ進行及び
テーブル内容の論理図である。第１２Ａ図Ｓ第１
２Ｂ図は、第２実施例のいくらかのレコードに対
する使用時間の計算を示す流れ図である。第１３
Ａ，１３Ｂ，１３Ｃ図は、先取り候補リストの作
成に必要な第１２図への制御の流れの変化を示す
流れ図である。第１４図は、第２実施例の非同期
先取りジヨブのための制御の流れを示す流れ図で
ある。第１５図は、第２実施例のキヤツシユ置換
アルゴリズムの制御の流れを示す流れ図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ ホスト・プロセツサと、入出力装置と、仮想
   記憶キヤツシユとを有し、このキヤツシユが、こ
   のキヤツシユを共有する複数の読取り装置により
   前記入出力装置のデータセツトから順次読み取ら
   れるデータをキヤツシユするデータ処理システム
   において、 (a) 追加データを前記仮想記憶キヤツシユ内に置
   くことができるようになる前に、前記キヤツシ
   ユ内の仮想ページをバツキングするバツキング
   記憶ページを開放するために、ページ・スチー
   ルが必要であることを判断するステツプと、 (b) 前記順次読取り装置の１つによる前記バツキ
   ング記憶ページの再使用までの、順次利用基準
   の推定時間に基づいて、スチールすべきバツキ
   ング記憶ページを判断するステツプと、 (c) 要求があり次第、バツキング記憶ページをス
   チールするステツプと、 (d) スチールされたページのターゲツトに達する
   まで必要なだけスチールし続けるステツプを含
   む、キヤツシユ管理方法。 ２ (a) 各データセツト・ページが推定使用時間
   をもつ、前記データセツト・ページの先取り候
   補リストを作成するステツプと、 (b) 最小の推定使用時間をもつ前記データセツ
   ト・ページの１つを先取りするステツプ、 を含む、請求項１に記載のキヤツシユ管理方法。 ３ 再使用までの前記順次利用に基づく推定時間
   が、キヤツシユ内の仮想ページの位置及び次続の
   読取り装置からの仮想ページの距離に基づく要求
   に基づいて計算され、再使用までの前記推定時間
   の順（大きいものから小さいものへ）で第１にキ
   ヤツシユ内の初期読取り装置後の仮想ページを、
   第２以降は前記次続の読取り装置から最も遠い仮
   想ページをページ・スチールさせる、請求項１に
   記載のキヤツシユ管理方法。 ４ さらに、先行読取り装置によつて現在読み込
   まれているレコードのための物理的入出力を要求
   している追跡読取り装置を一時的に、すなわち追
   跡読取り装置がキヤツシユから前記レコードを取
   り出せるように前記レコードがキヤツシユに置か
   れるまで、停止するステツプを含む、請求項３に
   記載のキヤツシユ管理方法。 ５ さらに、２つ以上のデータセツトが順次読み
   取られており、返還記憶機構の使用を共有してい
   る場合は、データセツト・インデツクスを維持し
   増分して、すべてのデータセツトからラウンド・
   ロビン方式でバランスのとれたスチールを実行す
   るステツプを含む、請求項４に記載の方法。 ６ 再使用までの前記推定時間が、キヤツシユ内
   の仮想ページの位置と、次続の読取り装置からの
   仮想ページの距離と、キヤツシユを介して進行す
   る読取り装置の速度とに基づいて周期的に計算さ
   れ、再使用までの前記推定時間の順（大きいもの
   から小さいものへ）で第１にキヤツシユ内の初期
   読取り装置後の仮想ページを、第２に任意の読取
   り装置の先読み距離内にない仮想ページを、第３
   にある読取り装置の先読み距離内の仮想ページ
   を、ページ・スチールさせる。請求項２に記載の
   キヤツシユ管理方法。 ７ 前記推定時間がさらに、前記仮想ページと、
   キヤツシユまたはキヤツシユ解除された前記の次
   続の読取り装置との間のページの状態に基づいて
   いる、請求項６に記載のキヤツシユ管理方法。 ８ ホスト・プロセツサと、入出力装置と、仮想
   記憶キヤツシユとを有し、このキヤツシユが、こ
   のキヤツシユを共有する複数の読取り装置により
   前記入出力装置のデータセツトから順次読み取ら
   れるデータをキヤツシユするデータ処理システム
   において、 (a) 前記仮想記憶キヤツシユ内の仮想ページをバ
   ツキングするバツキング記憶ページを開放する
   のにページ・スチールが必要であることを判断
   する手段と、 (b) スチールするバツキング記憶ページを決定す
   るために順次利用基準の再使用時間を推定する
   手段 を含む、キヤツシユ管理機構。 ９ (a) キヤツシユ解除されたレコードの推定使
   用時間を計算するための手段と、 (b) 短い推定使用時間をもつレコードが最初に先
   取りされるように、前記データセツトのキヤツ
   シユ解除されたレコードを前記仮想記憶キヤツ
   シユに先取りするための手段 を含む、請求項８に記載のキヤツシユ管理機構。 １０ 前記再使用時間推定手段が、 (a) 前記読取り装置のRBA位置を含む、前記読
   取り装置の各々と関連したACBTと、 (b) イン・キヤツシユ・データのストレツチと関
   連したCLSBと、 (c) イン・キヤツシユ・データの前記ストレツチ
   の１つの中のページと、追跡読取り装置との間
   の最大距離を計算するための距離計算手段 を含む、請求項８に記載のキヤツシユ管理機構。 １１ 以前のレコード要求読取り装置がキヤツシ
   ユにレコードを読み込むために物理的入出力を開
   始した後、後続のレコード要求読取り装置を一時
   的に停止するための手段をさらに含む、請求項１
   ０に記載のキヤツシユ管理機構。 １２ ２つ以上のデータセツトが順次に読み取ら
   れ、返還記憶機構の使用を共有している場合に、
   ラウンド・ロビン方式でページ・スチール候補と
   してデータセツトを選択すめためのデータセツ
   ト・インデツクス手段をさらに含む、請求項１１
   に記載のキヤツシユ管理機構。 １３ データセツトを介してジヨブが進行できる
   最良の速度を推定するために、速度推定手段をさ
   らに含み、前記推定最良速度はキヤツシユされた
   レコードのための再使用時間を計算するために前
   記再使用時間推定手段によつて使用され、キヤツ
   シユ解除されたレコードのための使用時間を計算
   するための推定使用時間を計算するために前記手
   段によつて使用される、請求項９に記載のキヤツ
   シユ管理機構。 １４ 前記再使用時間推定手段、及び推定使用回
   数計算のための前記手段が、前記データセツト内
   のジヨブの現在位置と先読み表内のページの位置
   との間の、キヤツシユされた、またはキヤツシユ
   解除されたページ状態に部分的に基づいて再使用
   回数及び使用回数を推定する、請求項１３に記載
   のキヤツシユ管理機構。 １５ ホスト・プロセツサと、入出力装置と、仮
   想記憶キヤツシユとを有し、このキヤツシユが、
   このキヤツシユを共有する複数の読取り装置によ
   り前記入出力装置のデータセツトから順次読み取
   られるデータをキヤツシユするデータ処理システ
   ムにおいて、読取り装置のグループからの入出力
   要求を調整して、読取り装置の前記グループの任
   意の１つ内で読取り装置間の入出力争奪を低減す
   るステツプを含む、キヤツシユ管理方法。 １６ 前記の入出力要求調整が、先行の読取り装
   置によつて現在読み込まれているレコードに対す
   る物理的入出力を要求している追跡読取り装置
   を、キヤツシユから前記レコードを取り出せるよ
   うに前記レコードがキヤツシユ内に置かれるま
   で、一時的に停止するステツプによつて実行され
   る、請求項１５に記載のキヤツシユ管理方法。