JPH10124397A - 多層キャッシング・システム及び該システムを実現するための方法 - Google Patents
多層キャッシング・システム及び該システムを実現するための方法Info
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- JPH10124397A JPH10124397A JP9113774A JP11377497A JPH10124397A JP H10124397 A JPH10124397 A JP H10124397A JP 9113774 A JP9113774 A JP 9113774A JP 11377497 A JP11377497 A JP 11377497A JP H10124397 A JPH10124397 A JP H10124397A
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- 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
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
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- G06F12/0868—Data transfer between cache memory and other subsystems, e.g. storage devices or host systems
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2212/00—Indexing scheme relating to accessing, addressing or allocation within memory systems or architectures
- G06F2212/22—Employing cache memory using specific memory technology
- G06F2212/221—Static RAM
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- G06F2212/00—Indexing scheme relating to accessing, addressing or allocation within memory systems or architectures
- G06F2212/22—Employing cache memory using specific memory technology
- G06F2212/224—Disk storage
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- Physics & Mathematics (AREA)
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- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 キャッシングによりウィンドウズＯＳの性能
を向上させること。 【手段】 多層キャッシング・システムは、ＬＲＵ法に
より管理されるＲＡＭに小型キャッシュを有する。ＲＡ
Ｍキャッシュは回転記憶媒体上の不揮発性キャッシュの
サブセットであり、不揮発性キャッシュはＣＤ−ＲＯＭ
又は大容量記憶装置のサブセットである。システム・メ
モリ内に適切なサイズのＲＡＭキャッシュを確立するた
めに、階層技法が用いられ、ＲＡＭキャッシュは同サイ
ズの複数のサブブロックから構成される。少量のＲＡＭ
を用いるために、ＬＲＵキャッシュ除去法を実現するテ
ーブルが維持される。要求されたデータが位置するＲＡ
Ｍキャッシュ内の「バケット」を探索するために、ハッ
シュ機構が用いられる。
を向上させること。 【手段】 多層キャッシング・システムは、ＬＲＵ法に
より管理されるＲＡＭに小型キャッシュを有する。ＲＡ
Ｍキャッシュは回転記憶媒体上の不揮発性キャッシュの
サブセットであり、不揮発性キャッシュはＣＤ−ＲＯＭ
又は大容量記憶装置のサブセットである。システム・メ
モリ内に適切なサイズのＲＡＭキャッシュを確立するた
めに、階層技法が用いられ、ＲＡＭキャッシュは同サイ
ズの複数のサブブロックから構成される。少量のＲＡＭ
を用いるために、ＬＲＵキャッシュ除去法を実現するテ
ーブルが維持される。要求されたデータが位置するＲＡ
Ｍキャッシュ内の「バケット」を探索するために、ハッ
シュ機構が用いられる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この出願は、出願人に譲渡さ
れた１９９６年４月１日に出願された米国特許出願第８
／６４０，６７０号、１９９６年５月１日に出願された
米国特許出願第８／６４１，６５４号、１９９６年５月
１日に出願された米国特許第８／６４０，５２７号、１
９９６年５月１日に出願された米国特許第８／６４１，
５２３号及び１９９６年５月１日に出願された米国特許
第８／６３９，５３１号に関連するものであり、これら
の関連の米国特許出願の記載事項はこの出願の明細書の
記載事項として援用する。
れた１９９６年４月１日に出願された米国特許出願第８
／６４０，６７０号、１９９６年５月１日に出願された
米国特許出願第８／６４１，６５４号、１９９６年５月
１日に出願された米国特許第８／６４０，５２７号、１
９９６年５月１日に出願された米国特許第８／６４１，
５２３号及び１９９６年５月１日に出願された米国特許
第８／６３９，５３１号に関連するものであり、これら
の関連の米国特許出願の記載事項はこの出願の明細書の
記載事項として援用する。
【０００２】この出願の発明は、データ処理システムの
ためのキャッシング（ｃａｃｈｉｎｇ）システム及び該
システムを実現する方法に関する。
ためのキャッシング（ｃａｃｈｉｎｇ）システム及び該
システムを実現する方法に関する。
【０００３】
【従来の技術】キャッシュは、記憶されたビット当たり
のコストが高い高速メモリ資源が利用可能のとき、比較
的低速のコンピュータ・メモリ資源の特性を向上させる
ために長く採用されてきた。典型的には、高速メモリ資
源（例えばキャッシュ）内の一時メモリ・ブロックは、
低速コンピュータ・メモリ資源に記憶された情報の一部
分のみを記憶するために確立されている。低速メモリ資
源に常駐する全アプリケーション・プログラム又は全デ
ータ・ファイルを高速メモリ資源内に記憶する代わり
に、アプリケーション・プログラム又はデータ・ファイ
ルのどの部分が最もアクセスされるかを決定するために
採用されるアルゴリズムが存在する。システムの中央処
理ユニット（ＣＰＵ）がキャッシュに記憶されていない
メモリ・ロケーションを呼び出すとき、（完全にファイ
ルされていれば）キャッシュは、低速メモリ資源からの
データによって少なくとも部分的に上書きされなければ
ならない。同様に、データに対して永久的な変更が加え
られたとき、キャッシュ及び低速メモリ資源のデータは
該変更を反映するように更新されなければならない。
のコストが高い高速メモリ資源が利用可能のとき、比較
的低速のコンピュータ・メモリ資源の特性を向上させる
ために長く採用されてきた。典型的には、高速メモリ資
源（例えばキャッシュ）内の一時メモリ・ブロックは、
低速コンピュータ・メモリ資源に記憶された情報の一部
分のみを記憶するために確立されている。低速メモリ資
源に常駐する全アプリケーション・プログラム又は全デ
ータ・ファイルを高速メモリ資源内に記憶する代わり
に、アプリケーション・プログラム又はデータ・ファイ
ルのどの部分が最もアクセスされるかを決定するために
採用されるアルゴリズムが存在する。システムの中央処
理ユニット（ＣＰＵ）がキャッシュに記憶されていない
メモリ・ロケーションを呼び出すとき、（完全にファイ
ルされていれば）キャッシュは、低速メモリ資源からの
データによって少なくとも部分的に上書きされなければ
ならない。同様に、データに対して永久的な変更が加え
られたとき、キャッシュ及び低速メモリ資源のデータは
該変更を反映するように更新されなければならない。
【０００４】現在、一般的なビジネス関連のタスクを実
行することができるコンピュータは、世界中で１億５千
万台にもなる。パーソナル・コンピュータの急速な増殖
が１９８０年代に始まったとき、ほとんど全部のパーソ
ナル・コンピュータはスタンドアローンのユニットとし
て採用された。しかし、マルチユーザー・システムがま
もなく開発された。こうした初期のマルチユーザー・シ
ステムはＣＰ／Ｍディスク・オペーレティング・システ
ム（これは、ギャリー・キンドールによって書かれ、デ
ィジタル・リサーチ社から販売された）に対して書かれ
たソフトウェアを実行した。ディジタル・リサーチ社か
ら供給されたマルチユーザー・オペレーティング・シス
テムＭＰ／Ｍは、“ダム（ｄｕｍｂ）”ターミナルを単
一のマイクロプロセッサ及びシェアされた（ｓｈａｒｅ
ｄ）ディスク・ドライブと接続した。一方、独立の会社
から供給されるずっと複雑な製品であるＴｕｒｂｏＤＯ
Ｓは、今日使用されているローカル・エリア・ネットワ
ーク（ＬＡＮ）に良く似たマスター／スレーブ構造を利
用した。
行することができるコンピュータは、世界中で１億５千
万台にもなる。パーソナル・コンピュータの急速な増殖
が１９８０年代に始まったとき、ほとんど全部のパーソ
ナル・コンピュータはスタンドアローンのユニットとし
て採用された。しかし、マルチユーザー・システムがま
もなく開発された。こうした初期のマルチユーザー・シ
ステムはＣＰ／Ｍディスク・オペーレティング・システ
ム（これは、ギャリー・キンドールによって書かれ、デ
ィジタル・リサーチ社から販売された）に対して書かれ
たソフトウェアを実行した。ディジタル・リサーチ社か
ら供給されたマルチユーザー・オペレーティング・シス
テムＭＰ／Ｍは、“ダム（ｄｕｍｂ）”ターミナルを単
一のマイクロプロセッサ及びシェアされた（ｓｈａｒｅ
ｄ）ディスク・ドライブと接続した。一方、独立の会社
から供給されるずっと複雑な製品であるＴｕｒｂｏＤＯ
Ｓは、今日使用されているローカル・エリア・ネットワ
ーク（ＬＡＮ）に良く似たマスター／スレーブ構造を利
用した。
【０００５】ＭＰ／Ｍオペレーティング・システム及び
ＴｕｒｂｏＤＯＳオペレーティング・システムは、イン
テル８０８０マイクロプロセッサ又はザイログＺ−８０
マイクロプロセッサに基づいてコンピュータ・システム
上で動作した。これらの初期のマイクロプロセッサは、
ランダム・アクセス・メモリの６５，５３６バイトより
も多くのバイトを直接アドレスすることはできなかっ
た。ＭＰ／Ｍ及びＴｕｒｂｏＤＯＳが最低で約５０，０
００バイトのランダム・アクセス・メモリを要求した結
果、アドレス可能なメモリのうちの約１５，０００バイ
トがアプリケーション・プログラムに残されるだけであ
った。単純なワードプロセッサを除いて、１５，０００
バイト以下を要求するアプリケーション・プログラムは
ほとんど存在しないので、初期のマルチユーザー・シス
テムは、大部分、実用的な汎用マルチユーザー・データ
処理システムよりも知的な骨董品であった。
ＴｕｒｂｏＤＯＳオペレーティング・システムは、イン
テル８０８０マイクロプロセッサ又はザイログＺ−８０
マイクロプロセッサに基づいてコンピュータ・システム
上で動作した。これらの初期のマイクロプロセッサは、
ランダム・アクセス・メモリの６５，５３６バイトより
も多くのバイトを直接アドレスすることはできなかっ
た。ＭＰ／Ｍ及びＴｕｒｂｏＤＯＳが最低で約５０，０
００バイトのランダム・アクセス・メモリを要求した結
果、アドレス可能なメモリのうちの約１５，０００バイ
トがアプリケーション・プログラムに残されるだけであ
った。単純なワードプロセッサを除いて、１５，０００
バイト以下を要求するアプリケーション・プログラムは
ほとんど存在しないので、初期のマルチユーザー・シス
テムは、大部分、実用的な汎用マルチユーザー・データ
処理システムよりも知的な骨董品であった。
【０００６】ＭＰ／Ｍ又はＴｕｒｂｏＤＯＳを使用する
分散データ処理（即ち、長距離データ・リンクで相互接
続された複数のＬＡＮ）は更に絶望的であった。これ
は、アプリケーション・ソフトウェアをロードする前
に、オペレーティング・システムに加えて通信プログラ
ムをメモリへロードすることが必要だったからである。
しかし、数メガバイトのランダム・アクセス・メモリを
アドレスするよう設計されたインテル８０２８６マイク
ロプロセッサに基づくＩＢＭコンパティブル・コンピュ
ータの導入と共に、実用的なＬＡＮ及び分散データ処理
システムの開発が実現可能になった。初期にはノベル社
は大部分のＬＡＮ市場を独占したが、マイクロソフト社
からのＬＡＮソフトウェアを利用するネットワークの数
は増えていった。
分散データ処理（即ち、長距離データ・リンクで相互接
続された複数のＬＡＮ）は更に絶望的であった。これ
は、アプリケーション・ソフトウェアをロードする前
に、オペレーティング・システムに加えて通信プログラ
ムをメモリへロードすることが必要だったからである。
しかし、数メガバイトのランダム・アクセス・メモリを
アドレスするよう設計されたインテル８０２８６マイク
ロプロセッサに基づくＩＢＭコンパティブル・コンピュ
ータの導入と共に、実用的なＬＡＮ及び分散データ処理
システムの開発が実現可能になった。初期にはノベル社
は大部分のＬＡＮ市場を独占したが、マイクロソフト社
からのＬＡＮソフトウェアを利用するネットワークの数
は増えていった。
【０００７】分散データ処理ネットワーク及び分散ネッ
トワーク内のＬＡＮはキャッシング（ｃａｃｈｉｎｇ）
から利益を受けることが多い。典型的には、分散処理ネ
ットワークのＬＡＮの間のデータ・リンクはＬＡＮのノ
ード（即ち、個々のコンピュータ）間の相互接続よりも
低速である。更に、遠方メモリ資源（例えば、遠方のサ
ーバー・システムのディスク・ドライブ）は局所メモリ
資源と同等の速度又はそれ以上の速度を持つけれども、
データ・リンクによる長距離接続は、遠方資源に対する
アクセス時間を劇的に遅くする。分散処理システムのＬ
ＡＮの間又はＬＡＮのノード（即ち、個々のシステム）
の間のリンクの形式とは無関係に、それぞれのデータ・
リンクは所与の帯域幅を有するため、有限の量のデータ
のみがリンクを介して同時に転送されるにすぎない。例
えば、所定数以上のユーザーが（ＬＡＮの間又はＬＡＮ
内の）同一のリンクを介して通信しようとしていると
き、帯域幅を越えると、当該リンクによる応答時間は典
型的には悪化する。これは、全部の競合する要求を均等
に受け入れるように各ユーザーの要求が遅延されるから
である。したがって、ネットワークを介して読まれたデ
ータのキャッシングは、一般的には、データ・リンク・
ローディングを減らすことにより、及び、エンドユーザ
ーに急速アクセス可能なデータを提供することにより、
システム性能を向上させることができる。
トワーク内のＬＡＮはキャッシング（ｃａｃｈｉｎｇ）
から利益を受けることが多い。典型的には、分散処理ネ
ットワークのＬＡＮの間のデータ・リンクはＬＡＮのノ
ード（即ち、個々のコンピュータ）間の相互接続よりも
低速である。更に、遠方メモリ資源（例えば、遠方のサ
ーバー・システムのディスク・ドライブ）は局所メモリ
資源と同等の速度又はそれ以上の速度を持つけれども、
データ・リンクによる長距離接続は、遠方資源に対する
アクセス時間を劇的に遅くする。分散処理システムのＬ
ＡＮの間又はＬＡＮのノード（即ち、個々のシステム）
の間のリンクの形式とは無関係に、それぞれのデータ・
リンクは所与の帯域幅を有するため、有限の量のデータ
のみがリンクを介して同時に転送されるにすぎない。例
えば、所定数以上のユーザーが（ＬＡＮの間又はＬＡＮ
内の）同一のリンクを介して通信しようとしていると
き、帯域幅を越えると、当該リンクによる応答時間は典
型的には悪化する。これは、全部の競合する要求を均等
に受け入れるように各ユーザーの要求が遅延されるから
である。したがって、ネットワークを介して読まれたデ
ータのキャッシングは、一般的には、データ・リンク・
ローディングを減らすことにより、及び、エンドユーザ
ーに急速アクセス可能なデータを提供することにより、
システム性能を向上させることができる。
【０００８】ここ数年、コンパクトディスク・リードオ
ンリー・メモリ装置（ＣＤ−ＲＯＭ）が極めて人気を博
してきている。これは、安価で大容量のコンパクトディ
スク記憶媒体及び比較的安価なＣＤ−ＲＯＭリーダー
（ドライブ）が利用可能になったことに起因する。事
実、米国で販売される新しいパーソナル・コンピュータ
のほぼ全部は、インストール済みのＣＤ−ＲＯＭドライ
ブを備えている。現在のＣＤ−ＲＯＭ媒体はほぼ４５０
〜５００メガバイトのデータを記憶することができる
が、こうしたデータへのアクセスは最新のハードディス
ク・ドライブに記憶されたデータよりもかなり遅い。例
えば、“６Ｘ”ドライブとして知られている高性能ＣＤ
−ＲＯＭドライブに対する現行の標準は、最高で１秒当
たり約６００キロバイトのデータを読むことができる。
一方、最新の高速ＩＤＥハードディスク・ドライブは１
秒当たり６メガバイト前後を読むことができる（これは
６Ｘ ＣＤ−ＲＯＭドライブの１０倍近い速度であ
る）。つまり、ＣＤ−ＲＯＭドライブの性能もキャッシ
ングによって大幅に改善される。
ンリー・メモリ装置（ＣＤ−ＲＯＭ）が極めて人気を博
してきている。これは、安価で大容量のコンパクトディ
スク記憶媒体及び比較的安価なＣＤ−ＲＯＭリーダー
（ドライブ）が利用可能になったことに起因する。事
実、米国で販売される新しいパーソナル・コンピュータ
のほぼ全部は、インストール済みのＣＤ−ＲＯＭドライ
ブを備えている。現在のＣＤ−ＲＯＭ媒体はほぼ４５０
〜５００メガバイトのデータを記憶することができる
が、こうしたデータへのアクセスは最新のハードディス
ク・ドライブに記憶されたデータよりもかなり遅い。例
えば、“６Ｘ”ドライブとして知られている高性能ＣＤ
−ＲＯＭドライブに対する現行の標準は、最高で１秒当
たり約６００キロバイトのデータを読むことができる。
一方、最新の高速ＩＤＥハードディスク・ドライブは１
秒当たり６メガバイト前後を読むことができる（これは
６Ｘ ＣＤ−ＲＯＭドライブの１０倍近い速度であ
る）。つまり、ＣＤ−ＲＯＭドライブの性能もキャッシ
ングによって大幅に改善される。
【０００９】このところ、マイクロソフト・ウィンドウ
ズ・バージョン３．ｘ、マイクロソフト・ウィンドウズ
９５、ウィンドウズＮＴ、ＩＢＭ社のＯＳ／２及びジオ
ワークスのような多くのグラフィカル・ユーザー・イン
ターフェース（ＧＵＩ）環境が開発された（なお、マイ
クロソフト、ウィンドウズＮＴ、ＯＳ／２及びジオワー
クスは登録商標である）。これらの製品の中で、ジオワ
ークス及びウィンドウズ３．ｘは由緒あるマイクロソフ
トＭＳ−ＤＯＳオペレーティング・システムの下でロー
ドされ、実行されなければならないので、ウィンドウズ
ＮＴ及びＯＳ／２のみが真のオペレーティング・システ
ムである。ウィンドウズ９５は、その動作にＭＳ−ＤＯ
Ｓを必要とするので、ハイブリッドの面を持つ。簡単に
するために、ここではウィンドウズ３．ｘ及びウィンド
ウズ９５をオペレーティング・システムという。
ズ・バージョン３．ｘ、マイクロソフト・ウィンドウズ
９５、ウィンドウズＮＴ、ＩＢＭ社のＯＳ／２及びジオ
ワークスのような多くのグラフィカル・ユーザー・イン
ターフェース（ＧＵＩ）環境が開発された（なお、マイ
クロソフト、ウィンドウズＮＴ、ＯＳ／２及びジオワー
クスは登録商標である）。これらの製品の中で、ジオワ
ークス及びウィンドウズ３．ｘは由緒あるマイクロソフ
トＭＳ−ＤＯＳオペレーティング・システムの下でロー
ドされ、実行されなければならないので、ウィンドウズ
ＮＴ及びＯＳ／２のみが真のオペレーティング・システ
ムである。ウィンドウズ９５は、その動作にＭＳ−ＤＯ
Ｓを必要とするので、ハイブリッドの面を持つ。簡単に
するために、ここではウィンドウズ３．ｘ及びウィンド
ウズ９５をオペレーティング・システムという。
【００１０】今のところ、ウィンドウズ・バージョン
３．ｘは１９８９年〜１９９５年の間に販売されたほと
んど全てのパーソナル・コンピュータにバンドル（ｂｕ
ｎｄｌｅ）されており、最も広く使用されているオペレ
ーティング・システムである。しかし、１９９５年のリ
リース日以来、マイクロソフト社からのマイクロソフト
・ウィンドウズ９５オペレーティング・システムは最新
の高性能パーソナル・コンピュータにバンドルされてき
た。一年以内に、ウィンドウズ９５は大抵のビジネス・
アプリケーションに対して選び抜かれたオペレーティン
グ・システムとなっており、パーソナル・コンピュータ
に対する最も広く使用されるオペレーティング・システ
ムとして急速にウィンドウズ３．ｘに取って代わるもの
と期待されている。
３．ｘは１９８９年〜１９９５年の間に販売されたほと
んど全てのパーソナル・コンピュータにバンドル（ｂｕ
ｎｄｌｅ）されており、最も広く使用されているオペレ
ーティング・システムである。しかし、１９９５年のリ
リース日以来、マイクロソフト社からのマイクロソフト
・ウィンドウズ９５オペレーティング・システムは最新
の高性能パーソナル・コンピュータにバンドルされてき
た。一年以内に、ウィンドウズ９５は大抵のビジネス・
アプリケーションに対して選び抜かれたオペレーティン
グ・システムとなっており、パーソナル・コンピュータ
に対する最も広く使用されるオペレーティング・システ
ムとして急速にウィンドウズ３．ｘに取って代わるもの
と期待されている。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】したがって、ウィンド
ウズ３．ｘオペレーティング・システム及びウィンドウ
ズ９５オペレーティング・システムの下でキャッシング
によりＣＤ−ＲＯＭドライブ及び分散処理ネットワーク
の性能を大幅に向上させる可能性が存在する。
ウズ３．ｘオペレーティング・システム及びウィンドウ
ズ９５オペレーティング・システムの下でキャッシング
によりＣＤ−ＲＯＭドライブ及び分散処理ネットワーク
の性能を大幅に向上させる可能性が存在する。
【００１２】
【課題を解決するための手段】ウィンドウズ９５のリリ
ースの直後、サン・マイクロシステム社（ここでは、単
に「サン」と称する）は、ウィンドウズ３．ｘ及びウィ
ンドウズ９５の下で実行され、エンドユーザーに対して
完全にトランスペアレント（ｔｒａｎｓｐａｒｅｎｔ）
であり、ウィンドウズ３．ｘ及びウィンドウズ９５の下
で実行される広範なファイル・システムと共に動作する
ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品を作成
しようとしていた。最近リリースされるキャッシング製
品においてこれらの要件を満たすために、サンはインス
トーラブル・ファイル・システム・マネージャー（ＩＦ
ＳＭＧＲ）仮想デバイス・ドライバによって提供される
サービスを利用する。この処理は米国特許出願第０８／
６４１，６５４号に十分説明されている。簡単に述べる
と、ＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバは、キャッシ
ング製品が「フック（ｈｏｏｋ）」により全部のファイ
ル・システム入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求を観察し、キャ
ッシング動作を実行しながらＩ／Ｏ動作の中間制御を行
うことができるようにする。つまり、この新しいキャッ
シング製品はＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバとウ
ィンドウズ９５のジェネリック・ファイル・システムと
の間で有効に「層構造（ｌａｙｅｒｅｄ）」とされる。
また、このキャッシング製品は仮想デバイス・ドライバ
の定義と適合する。
ースの直後、サン・マイクロシステム社（ここでは、単
に「サン」と称する）は、ウィンドウズ３．ｘ及びウィ
ンドウズ９５の下で実行され、エンドユーザーに対して
完全にトランスペアレント（ｔｒａｎｓｐａｒｅｎｔ）
であり、ウィンドウズ３．ｘ及びウィンドウズ９５の下
で実行される広範なファイル・システムと共に動作する
ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品を作成
しようとしていた。最近リリースされるキャッシング製
品においてこれらの要件を満たすために、サンはインス
トーラブル・ファイル・システム・マネージャー（ＩＦ
ＳＭＧＲ）仮想デバイス・ドライバによって提供される
サービスを利用する。この処理は米国特許出願第０８／
６４１，６５４号に十分説明されている。簡単に述べる
と、ＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバは、キャッシ
ング製品が「フック（ｈｏｏｋ）」により全部のファイ
ル・システム入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求を観察し、キャ
ッシング動作を実行しながらＩ／Ｏ動作の中間制御を行
うことができるようにする。つまり、この新しいキャッ
シング製品はＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバとウ
ィンドウズ９５のジェネリック・ファイル・システムと
の間で有効に「層構造（ｌａｙｅｒｅｄ）」とされる。
また、このキャッシング製品は仮想デバイス・ドライバ
の定義と適合する。
【００１３】サンの新しいキャッシング製品は「Ｓｏｌ
ｓｔｉｃｅ ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ」（この明細書で
は、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳと言う）という名称であり、
回転記憶媒体（例えば、ハードディスク・ドライブ）に
常駐する読み出し・書き込み・消去可能なメモリのブロ
ックを採用する。性能強化として、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦ
Ｓはランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）にも読み出
し・書き込み・消去可能なメモリのブロックを採用す
る。
ｓｔｉｃｅ ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ」（この明細書で
は、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳと言う）という名称であり、
回転記憶媒体（例えば、ハードディスク・ドライブ）に
常駐する読み出し・書き込み・消去可能なメモリのブロ
ックを採用する。性能強化として、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦ
Ｓはランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）にも読み出
し・書き込み・消去可能なメモリのブロックを採用す
る。
【００１４】ウィンドウズ３．ｘ及びウィンドウズ９５
のための個別のキャッシング製品を作る代わりに、ＰＣ
−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品は両方のオペレーテ
ィング・システムの下で動作するように設計された。し
かし、ウィンドウズ３．ｘオペレーティング・システム
にはＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバがない。つま
り、ウィンドウズ９５のＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄ（仮想デ
バイス・ドライバ）の部分はウィンドウズ３．ｘの下で
動作するよう書き換えられる。この書き換えはマイクロ
ソフト社から提供されるＩＦＳＭＧＲ仕様に基づいてい
る。かくて、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品
（Ｖ×Ｄ）とウィンドウズ・オペレーティング・システ
ムとは両立性のために書き換える必要はない。
のための個別のキャッシング製品を作る代わりに、ＰＣ
−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品は両方のオペレーテ
ィング・システムの下で動作するように設計された。し
かし、ウィンドウズ３．ｘオペレーティング・システム
にはＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドライバがない。つま
り、ウィンドウズ９５のＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄ（仮想デ
バイス・ドライバ）の部分はウィンドウズ３．ｘの下で
動作するよう書き換えられる。この書き換えはマイクロ
ソフト社から提供されるＩＦＳＭＧＲ仕様に基づいてい
る。かくて、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品
（Ｖ×Ｄ）とウィンドウズ・オペレーティング・システ
ムとは両立性のために書き換える必要はない。
【００１５】この発明は、多層（ｍｕｌｔｉｔｉｅｒ）
キャッシング・システム及び該キャッシング・システム
を実現するための方法を含む。この多層キャッシング・
システムは、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）
と、データを変更可能に記憶することができる少なくと
も１つの局所不揮発性の局所大容量記憶装置とを備える
コンピュータ・システムに関連して実現される。この発
明の実施の形態においては、キャッシング・システム
は、局所大容量記憶装置よりも低速なアクセス時間を持
ちキャッシングのために設計された低速大容量記憶装置
を備える。この低速大容量記憶装置は、コンピュータ・
システムによって制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブか、
ネットワーク・データ・リンクを介してコンピュータ・
システムが結合されるサーバー・データ処理システムに
よって制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブか、又は、サー
バー・データ処理システムによって制御されネットワー
ク・データ・リンクを介してコンピュータ・システムが
結合されるハードディスク・ドライブのような大容量記
憶装置のいずれかである。低速大容量記憶装置は第３層
データを記憶する。
キャッシング・システム及び該キャッシング・システム
を実現するための方法を含む。この多層キャッシング・
システムは、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）
と、データを変更可能に記憶することができる少なくと
も１つの局所不揮発性の局所大容量記憶装置とを備える
コンピュータ・システムに関連して実現される。この発
明の実施の形態においては、キャッシング・システム
は、局所大容量記憶装置よりも低速なアクセス時間を持
ちキャッシングのために設計された低速大容量記憶装置
を備える。この低速大容量記憶装置は、コンピュータ・
システムによって制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブか、
ネットワーク・データ・リンクを介してコンピュータ・
システムが結合されるサーバー・データ処理システムに
よって制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブか、又は、サー
バー・データ処理システムによって制御されネットワー
ク・データ・リンクを介してコンピュータ・システムが
結合されるハードディスク・ドライブのような大容量記
憶装置のいずれかである。低速大容量記憶装置は第３層
データを記憶する。
【００１６】この発明のキャッシング・システムの実施
の形態は、局所大容量記憶装置の一部分に確立された不
揮発性キャッシュを備える。この不揮発性キャッシュ
は、低速大容量記憶装置よりも記憶容量が小さいが、第
３層データのサブセットである第２層データのブロック
を記憶する。不揮発性キャッシュ内のデータ・ブロック
は不要情報収集のために無作為に管理される。
の形態は、局所大容量記憶装置の一部分に確立された不
揮発性キャッシュを備える。この不揮発性キャッシュ
は、低速大容量記憶装置よりも記憶容量が小さいが、第
３層データのサブセットである第２層データのブロック
を記憶する。不揮発性キャッシュ内のデータ・ブロック
は不要情報収集のために無作為に管理される。
【００１７】この発明の実施の形態においては、不揮発
性キャッシュ内の不使用ブロックは、空いたブロックが
利用可能でないとき、不揮発性キャッシュの更新期間に
データを除去するために無作為に選択される。同様に、
この発明の実施の形態においては、ＲＡＭキャッシュ内
の最低使用頻度のサブブロックは、空いたサブブロック
がないとき、ＲＡＭキャッシュの更新期間にデータが除
去される。
性キャッシュ内の不使用ブロックは、空いたブロックが
利用可能でないとき、不揮発性キャッシュの更新期間に
データを除去するために無作為に選択される。同様に、
この発明の実施の形態においては、ＲＡＭキャッシュ内
の最低使用頻度のサブブロックは、空いたサブブロック
がないとき、ＲＡＭキャッシュの更新期間にデータが除
去される。
【００１８】この発明のキャッシング・システムは、到
来するファイルＩ／Ｏ要求に応答して動作する。到来す
るファイルＩ／Ｏ要求が低速大容量記憶装置上及び不揮
発性キャッシュ内に常駐しＲＡＭキャッシュに常駐しな
いデータに関係するならば、ＲＡＭキャッシュは不揮発
性キャッシュから更新される。到来するファイルＩ／Ｏ
要求が低速大容量記憶装置に常駐するが不揮発性キャッ
シュ及びＲＡＭキャッシュには常駐しないデータに関係
するならば、ＲＡＭキャッシュ及び不揮発性キャッシュ
は低速大容量記憶装置から更新される。
来するファイルＩ／Ｏ要求に応答して動作する。到来す
るファイルＩ／Ｏ要求が低速大容量記憶装置上及び不揮
発性キャッシュ内に常駐しＲＡＭキャッシュに常駐しな
いデータに関係するならば、ＲＡＭキャッシュは不揮発
性キャッシュから更新される。到来するファイルＩ／Ｏ
要求が低速大容量記憶装置に常駐するが不揮発性キャッ
シュ及びＲＡＭキャッシュには常駐しないデータに関係
するならば、ＲＡＭキャッシュ及び不揮発性キャッシュ
は低速大容量記憶装置から更新される。
【００１９】この発明の実施の形態においては、不揮発
性メモリ内のデータ・ブロックはＲＡＭキャッシュ内の
データ・サブブロックと同サイズである。
性メモリ内のデータ・ブロックはＲＡＭキャッシュ内の
データ・サブブロックと同サイズである。
【００２０】また、この発明の実施の形態においては、
システムＲＡＭの一部分は、空いたサブブロックがない
とき、ＲＡＭキャッシュの更新期間にＲＡＭキャッシュ
内の最低使用頻度のサブブロックに関係する不要情報の
収集（即ち、除去）を行うデータ・テーブルを維持する
ために利用される。また、この発明の実施の形態におい
ては、ＲＡＭキャッシュ及びデータ・テーブルは、シス
テム・ブート時間の初期設定時に、ファイルＩ／Ｏ要求
を受け取ったときＲＡＭに確立される。
システムＲＡＭの一部分は、空いたサブブロックがない
とき、ＲＡＭキャッシュの更新期間にＲＡＭキャッシュ
内の最低使用頻度のサブブロックに関係する不要情報の
収集（即ち、除去）を行うデータ・テーブルを維持する
ために利用される。また、この発明の実施の形態におい
ては、ＲＡＭキャッシュ及びデータ・テーブルは、シス
テム・ブート時間の初期設定時に、ファイルＩ／Ｏ要求
を受け取ったときＲＡＭに確立される。
【００２１】ファイルＩ／Ｏ要求がＩＦＳＭＧＲ Ｖ×
Ｄへの「フック（ｈｏｏｋ）」を介して受信されると、
要求されたデータがＲＡＭキャッシュにロードされてい
れば、要求されたデータが位置するＲＡＭキャッシュ内
の「バケット」を探索するために、ハッシュ機構が用い
られる。
Ｄへの「フック（ｈｏｏｋ）」を介して受信されると、
要求されたデータがＲＡＭキャッシュにロードされてい
れば、要求されたデータが位置するＲＡＭキャッシュ内
の「バケット」を探索するために、ハッシュ機構が用い
られる。
【００２２】
【発明の実施の形態】この発明の実施の形態は、クライ
アント／サーバー・コンピュータ・システムを有する分
散処理システムにおける論理動作として実現される。こ
の発明の論理動作は、（１）コンピュータ・システム上
で実行されるコンピュータ実施の一連のステップとし
て、（２）該コンピュータ・システム内の相互接続され
たマシーン・モジュールとして実現される。この実現方
法は、この発明を実現するコンピュータ・システムの性
能要件に依存する選択事項である。したがって、ここで
説明する、この発明の実施の形態を作り上げる論理動作
は、動作、ステップ又はモジュールと呼ばれる。
アント／サーバー・コンピュータ・システムを有する分
散処理システムにおける論理動作として実現される。こ
の発明の論理動作は、（１）コンピュータ・システム上
で実行されるコンピュータ実施の一連のステップとし
て、（２）該コンピュータ・システム内の相互接続され
たマシーン・モジュールとして実現される。この実現方
法は、この発明を実現するコンピュータ・システムの性
能要件に依存する選択事項である。したがって、ここで
説明する、この発明の実施の形態を作り上げる論理動作
は、動作、ステップ又はモジュールと呼ばれる。
【００２３】この発明が用いられる動作環境は一般的な
分散コンピュータ・システムを包含し、汎用コンピュー
タ、ワークステーション又はパーソナル・コンピュータ
（ここでは、これらを局所ノードと言う）はクライアン
ト／サーバー配置において種々の形式の通信リンクを介
して接続され、多くはオブジェクト形式であるプログラ
ム及びデータは分散コンピュータ・システムの種々の構
成要素によって利用可能である。図１には、汎用ワーク
ステーション・コンピュータの要素の一部が図示されて
いる。図１において、プロセッサ１は入力／出力（Ｉ／
Ｏ）セクション２、中央処理ユニット（ＣＰＵ）３及び
メモリ・セクション４を備える。Ｉ／Ｏセクション２は
キーボード５、表示装置６、ディスク記憶装置９及びＣ
Ｄ−ＲＯＭドライブ・ユニット７に接続される。ＣＤ−
ＲＯＭドライブ・ユニット７はプログラム１０及びデー
タを典型的には含むＣＤ−ＲＯＭ媒体８を読むことがで
きる。この発明の装置及び方法を実現するメカニズムを
含むコンピュータ・プログラム製品は、このコンピュー
タ・システムのメモリ・セクション４、ディスク記憶装
置９又はＣＤ−ＲＯＭ媒体８に常駐する。こうしたコン
ピュータ・システムの例としては、サン・マイクロシス
テム社から提供されるＳＰＡＲＣシステム、ＩＢＭ社及
びＩＢＭコンパティブルなパーソナル・コンピュータの
製造会社から提供されるパーソナル・コンピュータ及び
ユニックス・オペレーティング・システムを実行するシ
ステムである。
分散コンピュータ・システムを包含し、汎用コンピュー
タ、ワークステーション又はパーソナル・コンピュータ
（ここでは、これらを局所ノードと言う）はクライアン
ト／サーバー配置において種々の形式の通信リンクを介
して接続され、多くはオブジェクト形式であるプログラ
ム及びデータは分散コンピュータ・システムの種々の構
成要素によって利用可能である。図１には、汎用ワーク
ステーション・コンピュータの要素の一部が図示されて
いる。図１において、プロセッサ１は入力／出力（Ｉ／
Ｏ）セクション２、中央処理ユニット（ＣＰＵ）３及び
メモリ・セクション４を備える。Ｉ／Ｏセクション２は
キーボード５、表示装置６、ディスク記憶装置９及びＣ
Ｄ−ＲＯＭドライブ・ユニット７に接続される。ＣＤ−
ＲＯＭドライブ・ユニット７はプログラム１０及びデー
タを典型的には含むＣＤ−ＲＯＭ媒体８を読むことがで
きる。この発明の装置及び方法を実現するメカニズムを
含むコンピュータ・プログラム製品は、このコンピュー
タ・システムのメモリ・セクション４、ディスク記憶装
置９又はＣＤ−ＲＯＭ媒体８に常駐する。こうしたコン
ピュータ・システムの例としては、サン・マイクロシス
テム社から提供されるＳＰＡＲＣシステム、ＩＢＭ社及
びＩＢＭコンパティブルなパーソナル・コンピュータの
製造会社から提供されるパーソナル・コンピュータ及び
ユニックス・オペレーティング・システムを実行するシ
ステムである。
【００２４】この発明は、サンのＰＣーＣａｃｈｅＦＳ
ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品に組み
込まれる。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳはウィンドウズ３．ｘ
及びウィンドウズ９５の下で動作し、エンドユーザーに
対して完全にトランスペアレントであり、ウィンドウズ
３．ｘ及びウィンドウズ９５の下で動作する種々のファ
イル・システムと共に働く。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ製品
は、インストーラブル・ファイル・システム・マネージ
ャー（ＩＦＳＭＧＲ）として知られる、マイクロソフト
・ウィンドウズ９５内のソフトウェア・モジュールとの
インターフェースを行う。ＩＦＳＭＧＲモジュールは、
マイクロソフト社によれば、仮想デバイス・ドライバ
（短縮してＶ×Ｄと言う）として分類される。また、Ｐ
Ｃ−ＣａｃｈｅＦＳ製品は仮想デバイス・ドライバの定
義に適合する。ウィンドウズ９５オペレーティング・シ
ステムは、全部のファイル・システム入力／出力（Ｉ／
Ｏ）要求がＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄに「フックされる（ｈ
ｏｏｋｅｄ）」ように設計される。この発明の実施の形
態において、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ Ｖ×ＤはＩＦＳＭ
ＧＲ Ｖ×Ｄとウィンドウズ９５のジェネリック・ファ
イル・システムとの間で層構造とされる。この発明の実
施の形態において、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ Ｖ×ＤはＩ
ＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄから全部のファイル・システムＩ／
Ｏ要求を受け取り、局所ノードのユーザーによって予め
プログラムされたセットアップ命令に従ってキャッシン
グ構成を実現する。換言すれば、ユーザーはＰＣ−Ｃａ
ｃｈｅＦＳ Ｖ×Ｄに対して、どのネットワーク又はＣ
Ｄ−ＲＯＭがキヤッシュされるべきかを命じる。
ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品に組み
込まれる。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳはウィンドウズ３．ｘ
及びウィンドウズ９５の下で動作し、エンドユーザーに
対して完全にトランスペアレントであり、ウィンドウズ
３．ｘ及びウィンドウズ９５の下で動作する種々のファ
イル・システムと共に働く。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ製品
は、インストーラブル・ファイル・システム・マネージ
ャー（ＩＦＳＭＧＲ）として知られる、マイクロソフト
・ウィンドウズ９５内のソフトウェア・モジュールとの
インターフェースを行う。ＩＦＳＭＧＲモジュールは、
マイクロソフト社によれば、仮想デバイス・ドライバ
（短縮してＶ×Ｄと言う）として分類される。また、Ｐ
Ｃ−ＣａｃｈｅＦＳ製品は仮想デバイス・ドライバの定
義に適合する。ウィンドウズ９５オペレーティング・シ
ステムは、全部のファイル・システム入力／出力（Ｉ／
Ｏ）要求がＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄに「フックされる（ｈ
ｏｏｋｅｄ）」ように設計される。この発明の実施の形
態において、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ Ｖ×ＤはＩＦＳＭ
ＧＲ Ｖ×Ｄとウィンドウズ９５のジェネリック・ファ
イル・システムとの間で層構造とされる。この発明の実
施の形態において、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ Ｖ×ＤはＩ
ＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄから全部のファイル・システムＩ／
Ｏ要求を受け取り、局所ノードのユーザーによって予め
プログラムされたセットアップ命令に従ってキャッシン
グ構成を実現する。換言すれば、ユーザーはＰＣ−Ｃａ
ｃｈｅＦＳ Ｖ×Ｄに対して、どのネットワーク又はＣ
Ｄ−ＲＯＭがキヤッシュされるべきかを命じる。
【００２５】マイクロソフト・ウィンドウズ９５オペレ
ーティング・システムは、システムのランダム・アクセ
ス・メモリ（ＲＡＭ）における局所ディスク・ドライブ
・アクセスに対してキャッシングを提供するけれども、
一般的には、ネットワーク・アクセス及びＣＤ−ＲＯＭ
アクセスをキャッシュしない。一方、ウィンドウズ３．
ｘによって提供されるキャッシング機能は、ウィンドウ
ズ９５のキャッシング機能に比べてかなり開発程度が低
い。
ーティング・システムは、システムのランダム・アクセ
ス・メモリ（ＲＡＭ）における局所ディスク・ドライブ
・アクセスに対してキャッシングを提供するけれども、
一般的には、ネットワーク・アクセス及びＣＤ−ＲＯＭ
アクセスをキャッシュしない。一方、ウィンドウズ３．
ｘによって提供されるキャッシング機能は、ウィンドウ
ズ９５のキャッシング機能に比べてかなり開発程度が低
い。
【００２６】マイクロソフト・ウィンドウズ３．ｘオペ
レーティング・システム及びウィンドウズ９５オペレー
ティング・システムの性能を強化するために、この発明
の実施の形態は、局所ＣＤ−ＲＯＭドライブ及び非局所
ネットワーク資源（これは、局所及び遠方のサーバー・
システム・ディスク・ドライブ等を含む）に記憶された
情報の多層キャッシングを提供する。小型の上層（ｕｐ
ｐｅｒ−ｔｉｅｒ）キャッシュはＬＲＵ（リースト・リ
ーセントリー・ユーズド）法で管理される高速ランダム
・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）において初期設定され
る。この高速ＲＡＭはスタティック・ランダム・アクセ
ス・メモリ（ＳＲＡＭ）チップ、ダイナミック・ランダ
ム・アクセス・メモリ（ＤＲＡＭ）チップ、強誘電性Ｄ
ＲＡＭメモリ・チップ、又はその他の種々の形式の高速
ＲＡＭから組み立てられる。ＲＡＭにおける小型のキャ
ッシュは、局所ハードディスク・ドライブにおけるずっ
と大型の不揮発性の下層（ｌｏｗｅｒ−ｔｉｅｒ）キャ
ッシュによってバックアップされる。多層キャッシュ・
システムの使用はいくつかの理由から有利である。ディ
スク・ドライブに常駐するキャッシュは、非局所ネット
ワーク・ドライブから、又は、局所又は非局所ＣＤ−Ｒ
ＯＭドライブから検索されたデータの不揮発性記憶装置
を提供する。つまり、多層キャッシュ・システムが動作
するデータ処理システムの電源が切られるとき、ハード
ディスク・ドライブ上のキャッシュされたデータは失わ
れない。高速ＲＡＭキャッシュはハードディスク・ドラ
イブよりもずっと迅速なデータ・アクセスを提供し、Ｒ
ＡＭキャッシュに記憶されたデータがシステムの電源断
によって失われたとしても、該ＲＡＭキャッシュは、シ
ステムのブートアップ（ｂｏｏｔ−ｕｐ）後にＲＡＭキ
ャッシュが再初期設定されると、不揮発性のオンディス
ク・キャッシュから部分的に又は完全に再ロードされ
る。この発明は多層キャッシュ・システム装置ばかりで
なく、こうした多層キャッシュ・システム装置を実現す
る方法をも含む。
レーティング・システム及びウィンドウズ９５オペレー
ティング・システムの性能を強化するために、この発明
の実施の形態は、局所ＣＤ−ＲＯＭドライブ及び非局所
ネットワーク資源（これは、局所及び遠方のサーバー・
システム・ディスク・ドライブ等を含む）に記憶された
情報の多層キャッシングを提供する。小型の上層（ｕｐ
ｐｅｒ−ｔｉｅｒ）キャッシュはＬＲＵ（リースト・リ
ーセントリー・ユーズド）法で管理される高速ランダム
・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）において初期設定され
る。この高速ＲＡＭはスタティック・ランダム・アクセ
ス・メモリ（ＳＲＡＭ）チップ、ダイナミック・ランダ
ム・アクセス・メモリ（ＤＲＡＭ）チップ、強誘電性Ｄ
ＲＡＭメモリ・チップ、又はその他の種々の形式の高速
ＲＡＭから組み立てられる。ＲＡＭにおける小型のキャ
ッシュは、局所ハードディスク・ドライブにおけるずっ
と大型の不揮発性の下層（ｌｏｗｅｒ−ｔｉｅｒ）キャ
ッシュによってバックアップされる。多層キャッシュ・
システムの使用はいくつかの理由から有利である。ディ
スク・ドライブに常駐するキャッシュは、非局所ネット
ワーク・ドライブから、又は、局所又は非局所ＣＤ−Ｒ
ＯＭドライブから検索されたデータの不揮発性記憶装置
を提供する。つまり、多層キャッシュ・システムが動作
するデータ処理システムの電源が切られるとき、ハード
ディスク・ドライブ上のキャッシュされたデータは失わ
れない。高速ＲＡＭキャッシュはハードディスク・ドラ
イブよりもずっと迅速なデータ・アクセスを提供し、Ｒ
ＡＭキャッシュに記憶されたデータがシステムの電源断
によって失われたとしても、該ＲＡＭキャッシュは、シ
ステムのブートアップ（ｂｏｏｔ−ｕｐ）後にＲＡＭキ
ャッシュが再初期設定されると、不揮発性のオンディス
ク・キャッシュから部分的に又は完全に再ロードされ
る。この発明は多層キャッシュ・システム装置ばかりで
なく、こうした多層キャッシュ・システム装置を実現す
る方法をも含む。
【００２７】図２及び図３の疑似コード・フローチャー
トは、多層キャッシュ・システムの実施の形態を実現し
維持するために用いられる論理ステップを詳細に説明し
ている。オン・ディスク・キャッシュの動作の概観が本
明細書に含まれているが、更なる詳細な説明は３つの関
連の米国出願、即ち、１９９６年５月１日に出願された
「ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭのための不揮発性キャ
ッシング製品を実現するための方法」という名称の米国
出願第０８／６４１６５４号、１９９６年５月１日に出
願された「局所ハードディスク・ドライブを用いたネッ
トワーク及びＣＤ−ＲＯＭアクセスをキャッシュするた
めの方法」という名称の米国出願第０８／６４０５２７
号、及び１９９６年５月１日に出願された「キャッシュ
・メモリから不使用データを除去する方法」という名称
の米国出願第０８／６４１５２３号において行われてい
る。
トは、多層キャッシュ・システムの実施の形態を実現し
維持するために用いられる論理ステップを詳細に説明し
ている。オン・ディスク・キャッシュの動作の概観が本
明細書に含まれているが、更なる詳細な説明は３つの関
連の米国出願、即ち、１９９６年５月１日に出願された
「ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭのための不揮発性キャ
ッシング製品を実現するための方法」という名称の米国
出願第０８／６４１６５４号、１９９６年５月１日に出
願された「局所ハードディスク・ドライブを用いたネッ
トワーク及びＣＤ−ＲＯＭアクセスをキャッシュするた
めの方法」という名称の米国出願第０８／６４０５２７
号、及び１９９６年５月１日に出願された「キャッシュ
・メモリから不使用データを除去する方法」という名称
の米国出願第０８／６４１５２３号において行われてい
る。
【００２８】図２のステップ１において、この発明の方
法は、ＩＦＳＭＧＲから直接に、又は、チェーン又は該
チェーンからフックされたチェーンを介して、ファイル
Ｉ／Ｏ要求をキャッシングＶ×Ｄが受信したときに開始
する。ステップ２において、これがブート時間（ｂｏｏ
ｔ−ｔｉｍｅ）初期設定であるかどうかの決定がなされ
る。もしそうであれば、ステップ３は、発見的（即ち、
経験に基づいた推測）技法を用いて、システム・メモリ
内のＲＡＭキャッシュの最適なサイズを決定する。ステ
ップ４は、ＲＡＭキャッシュ内に同サイズのサブブロッ
クを確立することにより、及び、ＬＲＵ法でサブブロッ
クを管理するミニ・データベースをセットアップするこ
とにより、ＲＡＭキャッシュを初期設定する。この発明
の実施の形態においては、ＲＡＭキャッシュ内のそれぞ
れのサブブロックは８キロバイトである。ステップ５に
おいて、入力されたＩ／Ｏ要求はキャッシングのために
構成されたメモリ資源に関係するかどうかが決定され
る。もし関係しないならば、入力されたＩ／Ｏ要求は次
のフックにチェーンされ、チェーンにその後のフックが
ないならば、ＩＦＳＭＧＲにチェーンされる。ステップ
７において、ハッシュ機構を用いて、ＲＡＭキャッシュ
内のどの“バケット”が要求されたデータを含むかが決
定される。ステップ８において、要求されたデータがＲ
ＡＭキャッシュに既に存在するかどうかが決定される。
要求されたデータが既にＲＡＭキャッシュに存在するな
らば、ステップ１４において、ファイルＩ／Ｏ要求は要
求されたデータで満足され、制御はステップ１５によっ
てＩＦＳＭＧＲへ戻される。一方、要求されたデータが
ＲＡＭキャッシュにまだ存在しないならば、要求された
データはＲＡＭキャッシュにロードされなければならな
い。ステップ１０（図３）はデータの最低使用頻度（Ｌ
ＲＵ）のブロックをＲＡＭキャッシュにおいて除去（即
ち削除）する。ステップ１１（図３）は、要求されたデ
ータがオン・ディスク・キャッシュ内に常駐するかどう
かを検査する。要求されたデータがオン・ディスク・キ
ャッシュ内に常駐していないならば、オン・ディスク・
キャッシュはステップ１２（図３）においてネットワー
クにより又はＣＤ−ＲＯＭファイル・システムにより更
新される。要求されたデータがオン・ディスク・キャッ
シュ内に常駐していれば、ステップ１３（図３）におい
て、要求されたデータを含むＲＡＭキャッシュ内のサブ
ブロックのサイズの量のデータがオン・ディスク・キャ
ッシュから読み出され、ＲＡＭキャッシュ内の除去され
たサブブロックに書き込まれる。ステップ１４におい
て、Ｉ／Ｏ要求はＲＡＭキャッシュ内のデータで満足す
る。ステップ１５（図２）において、ファイルＩ／Ｏ要
求の制御はＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄへ直接戻される。ステ
ップ１６はＲＡＭキャッシュ実現方法が完了したことを
示す。
法は、ＩＦＳＭＧＲから直接に、又は、チェーン又は該
チェーンからフックされたチェーンを介して、ファイル
Ｉ／Ｏ要求をキャッシングＶ×Ｄが受信したときに開始
する。ステップ２において、これがブート時間（ｂｏｏ
ｔ−ｔｉｍｅ）初期設定であるかどうかの決定がなされ
る。もしそうであれば、ステップ３は、発見的（即ち、
経験に基づいた推測）技法を用いて、システム・メモリ
内のＲＡＭキャッシュの最適なサイズを決定する。ステ
ップ４は、ＲＡＭキャッシュ内に同サイズのサブブロッ
クを確立することにより、及び、ＬＲＵ法でサブブロッ
クを管理するミニ・データベースをセットアップするこ
とにより、ＲＡＭキャッシュを初期設定する。この発明
の実施の形態においては、ＲＡＭキャッシュ内のそれぞ
れのサブブロックは８キロバイトである。ステップ５に
おいて、入力されたＩ／Ｏ要求はキャッシングのために
構成されたメモリ資源に関係するかどうかが決定され
る。もし関係しないならば、入力されたＩ／Ｏ要求は次
のフックにチェーンされ、チェーンにその後のフックが
ないならば、ＩＦＳＭＧＲにチェーンされる。ステップ
７において、ハッシュ機構を用いて、ＲＡＭキャッシュ
内のどの“バケット”が要求されたデータを含むかが決
定される。ステップ８において、要求されたデータがＲ
ＡＭキャッシュに既に存在するかどうかが決定される。
要求されたデータが既にＲＡＭキャッシュに存在するな
らば、ステップ１４において、ファイルＩ／Ｏ要求は要
求されたデータで満足され、制御はステップ１５によっ
てＩＦＳＭＧＲへ戻される。一方、要求されたデータが
ＲＡＭキャッシュにまだ存在しないならば、要求された
データはＲＡＭキャッシュにロードされなければならな
い。ステップ１０（図３）はデータの最低使用頻度（Ｌ
ＲＵ）のブロックをＲＡＭキャッシュにおいて除去（即
ち削除）する。ステップ１１（図３）は、要求されたデ
ータがオン・ディスク・キャッシュ内に常駐するかどう
かを検査する。要求されたデータがオン・ディスク・キ
ャッシュ内に常駐していないならば、オン・ディスク・
キャッシュはステップ１２（図３）においてネットワー
クにより又はＣＤ−ＲＯＭファイル・システムにより更
新される。要求されたデータがオン・ディスク・キャッ
シュ内に常駐していれば、ステップ１３（図３）におい
て、要求されたデータを含むＲＡＭキャッシュ内のサブ
ブロックのサイズの量のデータがオン・ディスク・キャ
ッシュから読み出され、ＲＡＭキャッシュ内の除去され
たサブブロックに書き込まれる。ステップ１４におい
て、Ｉ／Ｏ要求はＲＡＭキャッシュ内のデータで満足す
る。ステップ１５（図２）において、ファイルＩ／Ｏ要
求の制御はＩＦＳＭＧＲ Ｖ×Ｄへ直接戻される。ステ
ップ１６はＲＡＭキャッシュ実現方法が完了したことを
示す。
【００２９】ハードディスク・ドライブに位置する不揮
発性キャッシュ内のデータの除去は、満杯時に不揮発性
キャッシュが更新されなければならない場合には必ず必
要とされる。そこで、システムが実行中で且つキャッシ
ュが完全には満たされていないときにシステム・オーバ
ーヘッドを絶対的に要求しないという独特の除去方法が
採用されている。システム・オーバーヘッドが要求され
ないのは、この新規な除去方法が、最近の使用や使用頻
度に基づいて不揮発性キャッシュ内のデータ・ブロック
を追跡するためのテーブルを維持するようキャッシング
・プログラムに要求する除去アルゴリズムを利用してい
ないからである。不揮発性キャッシュ内の全部のブロッ
クが満杯になると、キャッシュ内で十分なスペースが利
用可能になるまで、データ・ブロックは疑似乱数的に一
時に除去される。この除去方法は、キャッシュの動作速
度の向上故に、何パーセントかのキャッシュ・ヒットと
いう小さな損失を伴うものであるが、ハードディスク・
ドライブのような回転記憶媒体上に確立されるキャッシ
ュ・メモリに特に応用可能である。この除去方法は、１
９９６年５月１日に出願された「キャッシュ・メモリか
らの不使用データを除去する方法」という名称の米国特
許出願第０８／６４１５２３号に開示されている。
発性キャッシュ内のデータの除去は、満杯時に不揮発性
キャッシュが更新されなければならない場合には必ず必
要とされる。そこで、システムが実行中で且つキャッシ
ュが完全には満たされていないときにシステム・オーバ
ーヘッドを絶対的に要求しないという独特の除去方法が
採用されている。システム・オーバーヘッドが要求され
ないのは、この新規な除去方法が、最近の使用や使用頻
度に基づいて不揮発性キャッシュ内のデータ・ブロック
を追跡するためのテーブルを維持するようキャッシング
・プログラムに要求する除去アルゴリズムを利用してい
ないからである。不揮発性キャッシュ内の全部のブロッ
クが満杯になると、キャッシュ内で十分なスペースが利
用可能になるまで、データ・ブロックは疑似乱数的に一
時に除去される。この除去方法は、キャッシュの動作速
度の向上故に、何パーセントかのキャッシュ・ヒットと
いう小さな損失を伴うものであるが、ハードディスク・
ドライブのような回転記憶媒体上に確立されるキャッシ
ュ・メモリに特に応用可能である。この除去方法は、１
９９６年５月１日に出願された「キャッシュ・メモリか
らの不使用データを除去する方法」という名称の米国特
許出願第０８／６４１５２３号に開示されている。
【００３０】かくて、この発明の多層キャッシュ・シス
テムは、３つのレベルのデータに対して階層記憶を提供
する。下層である第３層は、データ・リンクを介して局
所ノードと接続されるためにアクセス速度が低下したネ
ットワーク大容量記憶装置や局所ＣＤ−ＲＯＭドライブ
のような低速の大容量記憶装置上のデータによって表さ
れる。第２層はハードディスク・ドライブのような不揮
発性メモリ内のキャッシュされるデータによって表され
る。第１層はシステムＲＡＭ内のキャッシュされるデー
タによって表される。
テムは、３つのレベルのデータに対して階層記憶を提供
する。下層である第３層は、データ・リンクを介して局
所ノードと接続されるためにアクセス速度が低下したネ
ットワーク大容量記憶装置や局所ＣＤ−ＲＯＭドライブ
のような低速の大容量記憶装置上のデータによって表さ
れる。第２層はハードディスク・ドライブのような不揮
発性メモリ内のキャッシュされるデータによって表され
る。第１層はシステムＲＡＭ内のキャッシュされるデー
タによって表される。
【００３１】以上、この発明を実施の形態に関して特に
図示し説明してきたが、この発明の精神及び範囲内で形
式及び詳細について種々の変更が可能であることを理解
すべきである。
図示し説明してきたが、この発明の精神及び範囲内で形
式及び詳細について種々の変更が可能であることを理解
すべきである。
【図１】この発明にしたがう方法のコンピュータ実現ス
テップを実施するためのコンピュータ・システムを示す
図である。
テップを実施するためのコンピュータ・システムを示す
図である。
【図２】図３と共に、ＲＡＭキャッシュの論理動作フロ
ーを表すフローチャートを示す図である。
ーを表すフローチャートを示す図である。
【図３】図２と共に、ＲＡＭキャッシュの論理動作フロ
ーを表すフローチャートを示す図である。
ーを表すフローチャートを示す図である。
１：プロセッサ、 ２：Ｉ／Ｏセクション、 ３：中央
処理ユニット、４：メモリ・セクション、 ５：キーボ
ード、 ６：表示装置、７：ＣＤ−ＲＯＭドライブ・ユ
ニット、 ８：ＣＤ−ＲＯＭ媒体、９：ディスク記憶装
置。
処理ユニット、４：メモリ・セクション、 ５：キーボ
ード、 ６：表示装置、７：ＣＤ−ＲＯＭドライブ・ユ
ニット、 ８：ＣＤ−ＲＯＭ媒体、９：ディスク記憶装
置。
フロントページの続き (71)出願人 597004720 2550 Ｇａｒｃｉａ Ａｖｅｎｕｅ，ＭＳ ＰＡＬ１−521，Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ｖ ｉｅｗ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ 94043− 1100，Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ ｏｆ Ａｍｅｒｉｃａ
Claims (30)
- 【請求項１】 複数のＲＡＭデータ・ブロック内に第１
層データを記憶するためのＲＡＭキャッシュとして一部
分が用意され初期設定されるＲＡＭと、データが変更可
能に記憶され、不揮発性データ・ブロック内に第２層デ
ータを記憶するための不揮発性キャッシュとして一部分
が動作する少なくとも１つの局所不揮発性の局所大容量
記憶装置とを備えるコンピュータ・システム上で実現さ
れる多層キャッシング・システムを実現するための方法
であって、前記コンピュータ・システムが前記局所大容
量記憶装置よりも低いアクセス速度の低速大容量記憶装
置へのデータ経路を有しており、前記低速大容量記憶装
置はフルセットのファイル・データを記憶している方法
において、 受信されたファイル入力／出力要求が前記低速大容量記
憶装置に常駐するデータに関係するときは必ず、及び、
この要求されたデータが第１層データ及び第２層データ
として利用可能でないとき、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定するステップと、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが既に満たされているな
らば、最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックから第１
層データを除去するステップと、 前記要求されたデータを含む第３層データの量を検索す
るステップと、 検索された第３層データを不揮発性データ・ブロック及
び空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込むステップ
と、 前記空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記
の検索された第３層データから、前記ファイル入力／出
力要求を解決するステップと、を備える方法。 - 【請求項２】 ファイル入力／出力要求の受信時に、該
ファイル入力／出力要求が前記低速大容量記憶装置に常
駐する第３層データに関係するかどうかを決定するステ
ップを更に備える、請求項１記載の方法。 - 【請求項３】 前記低速大容量記憶装置に常駐するデー
タに関係するファイル入力／出力要求に対して、該ファ
イル入力／出力要求を満足させる第１層データが前記Ｒ
ＡＭデータ・ブロックの１つに既に常駐しているかどう
かを決定するステップを更に備える、請求項１記載の方
法。 - 【請求項４】 前記ファイル入力／出力要求を満足させ
る前記第１層データが前記ＲＡＭデータ・ブロックの１
つに既に常駐しているならば、前記第１層データから前
記ファイル入力／出力要求を解決するステップを更に備
える、請求項３記載の方法。 - 【請求項５】 受信された入力／出力要求が前記低速大
容量記憶装置に常駐するデータに関係する場合、及び、
この要求されたデータが第１層データとしては利用可能
でないが第２層データとして利用可能である場合、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定するステップと、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが既に満たされているな
らば、最近最も使用されないＲＡＭデータ・ブロックを
除去するステップと、 全部の要求されたデータを含む第２層データの量を検索
するステップと、 検索された第２層データを空いたＲＡＭデータ・ブロッ
クに書き込むステップと、 前記空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記
の検索された第２層データから、前記ファイル入力／出
力要求を解決するステップと、を更に備える、請求項１
記載の方法。 - 【請求項６】 前記ＲＡＭの前記一部分が、オペレーテ
ィング・システムのブート時間にＲＡＭキャッシュとし
て用意され初期設定される、請求項１記載の方法。 - 【請求項７】 前記ＲＡＭデータ・ブロック及び前記不
揮発性データ・ブロックが同サイズである、請求項１記
載の方法。 - 【請求項８】 前記低速大容量記憶装置が前記コンピュ
ータ・システムによって制御されるＣＤ−ＲＯＭドライ
ブである、請求項１記載の方法。 - 【請求項９】 前記低速大容量記憶装置が、前記コンピ
ュータ・システムがネットワーク・データ・リンクを介
して結合されたサーバー・データ処理システムによって
制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブである、請求項１記載
の方法。 - 【請求項１０】 前記低速大容量記憶装置が、前記コン
ピュータ・システムがネットワーク・データ・リンクを
介して結合されたサーバー・データ処理システムによっ
て制御されるハードディスク・ドライブである、請求項
１記載の方法。 - 【請求項１１】 複数のＲＡＭデータ・ブロック内に第
１層データを記憶するためのＲＡＭキャッシュとして一
部分が用意され初期設定されるＲＡＭと、データが変更
可能に記憶され、不揮発性データ・ブロック内に第２層
データを記憶するための不揮発性キャッシュとして一部
分が動作する少なくとも１つの局所不揮発性の局所大容
量記憶装置とを備えるコンピュータ・システム上で実現
される多層キャッシング・システムを実現するための方
法であって、前記コンピュータ・システムが前記局所大
容量記憶装置よりも低いアクセス速度の低速大容量記憶
装置へのデータ経路を有しており、前記低速大容量記憶
装置はフルセットのファイル・データを記憶している方
法において、 受信されたファイル入力／出力要求が前記低速大容量記
憶装置に常駐するデータに関係するときは必ず、及び、
この要求されたデータが第１層データ及び第２層データ
として利用可能でないとき、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定するための準備をするステ
ップと、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが満たされているとき、
最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックから第１層デー
タを除去するための準備をするステップと、 前記要求されたデータを含む第３層データの量を検索す
るための準備をするステップと、 検索された第３層データを不揮発性データ・ブロック及
び空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込むための準備
をするステップと、 前記空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記
の検索された第３層データから前記ファイル入力／出力
要求を解決するための準備をするステップと、を含む方
法。 - 【請求項１２】 ファイル入力／出力要求の受信時に、
該ファイル入力／出力要求が前記低速大容量記憶装置に
常駐する第３層データに関係するかどうかを決定するた
めの準備をするステップを更に備える、請求項１１記載
の方法。 - 【請求項１３】 前記低速大容量記憶装置に常駐するデ
ータに関係するファイル入力／出力要求に対して、該フ
ァイル入力／出力要求を満足させる第１層データが前記
ＲＡＭデータ・ブロックの１つに既に常駐しているかど
うかを決定するための準備をするステップを更に備え
る、請求項１１記載の方法。 - 【請求項１４】 前記ファイル入力／出力要求を満足さ
せる前記第１層データが前記ＲＡＭデータ・ブロックの
１つに既に常駐しているならば、前記第１層データから
前記ファイル入力／出力要求を解決するための準備をす
るステップを更に備える、請求項１３記載の方法。 - 【請求項１５】 受信された入力／出力要求が前記低速
大容量記憶装置に常駐するデータに関係する場合、及
び、この要求されたデータが第１層データとしては利用
可能でないが第２層データとして利用可能である場合、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定するための準備をするステ
ップと、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが既に満たされているな
らば、最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックを除去す
るための準備をするステップと、 全部の要求されたデータを含む第２層データを検索する
ための準備をするステップと、 検索された第２層データを空いたＲＡＭデータ・ブロッ
クに書き込むための準備をするステップと、 前記空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記
の検索された第２層データから前記ファイル入力／出力
要求を解決するための準備をするステップと、を更に備
える、請求項１１記載の方法。 - 【請求項１６】 複数の同サイズのＲＡＭデータ・ブロ
ック内に第１層データを記憶するためのＲＡＭキャッシ
ュとして一部分が用意され初期設定されるＲＡＭと、デ
ータが変更可能に記憶され、不揮発性データ・ブロック
内に第２層データを記憶するための不揮発性キャッシュ
として一部分が動作する少なくとも１つの局所不揮発性
の局所大容量記憶装置とを備えるコンピュータ・システ
ム上で多層キャッシング・システムを実現するために表
されたコンピュータ読み取り可能なコードを有するコン
ピュータ使用可能な媒体を備えるコンピュータ・プログ
ラム製品であって、 受信された入力／出力要求がキャッシングのために識別
される大容量記憶装置に常駐するデータに関係する場
合、及び、この要求されたデータが第１層データ及び第
１層データとして利用可能でない場合、コンピュータ
に、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定させ、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが満たされているとき、
最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックから第１層デー
タを除去させ、 前記要求されたデータを含む第３層データの量を検索さ
せ、 検索された第３層データを不揮発性データ・ブロック及
び空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込ませ、前記空
いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記の検索
された第３層データから前記ファイル入力／出力要求を
解決させるように構成されたコンピュータ読み取り可能
なプログラム・コード装置を更に備えるコンピュータ・
プログラム製品。 - 【請求項１７】 オペレーティング・システムからファ
イル入力／出力要求を受け取ったとき、常駐ファイル・
データのキャッシングのために識別される、前記局所大
容量記憶装置以外の大容量記憶装置に常駐するデータに
関係するかどうかを前記コンピュータ・システムに決定
させるよう構成されたコンピュータ読み取り可能なプロ
グラム・コード装置を更に含む、請求項１６記載のコン
ピュータ・プログラム製品。 - 【請求項１８】 コンピュータに、 前記コンピュータ・システムの動作を制御するオペレー
ティング・システムからのファイル入力／出力要求であ
って、キャッシングのために識別される大容量記憶装置
に常駐するデータに関係する要求に対して、該要求を満
足させる第１層データがＲＡＭ内のキャッシュの前記サ
ブブロックの１つに既に常駐しているかどうかを決定さ
せ、前記要求を満たす第１層データが既に前記サブブロ
ックの１つに常駐しているならば、前記第１層データか
ら前記要求を解決させるように構成されたコンピュータ
読み取り可能なプログラム・コード装置を更に含む、請
求項１６記載のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項１９】 受信された入力／出力要求がキャッシ
ングのために識別された大容量記憶装置に常駐するデー
タに関係する場合、及び、この要求されたデータが第１
層データとしては利用可能でないが第２層データとして
は利用可能である場合、コンピュータに、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが第１層データで既に満
たされているかどうかを決定させ、 全部のＲＡＭデータ・ブロックが満たされているとき、
最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックから第１層デー
タを除去させ、 前記要求されたデータを含む第２層データの量を検索さ
せ、 検索された第２層データを不揮発性データ・ブロック及
び空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込ませ、 前記空いたＲＡＭデータ・ブロックに書き込まれた前記
の検索された第２層データから前記ファイル入力／出力
要求を解決させるように構成されたコンピュータ読み取
り可能なプログラム・コード装置を更に備える請求項１
６記載のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項２０】 ＲＡＭと、データを変更可能に記憶す
ることができる少なくとも１つの局所不揮発性の局所大
容量記憶装置とを備えるコンピュータ・システムと共に
実現される多層キャッシング・システムにおいて、 前記局所大容量記憶装置よりも低速のアクセス時間を有
し、キャッシングのために設計され、且つ、第３層デー
タの記憶のために設けられた低速大容量記憶装置と、 前記局所大容量記憶装置の一部分に確立され、前記第３
層データのサブセットである第２層データの不揮発性ブ
ロックを記憶するよう設けられ、全記憶容量が前記低速
大容量記憶装置よりも小さい不揮発性キャッシュと、 前記ＲＡＭの一部分に確立され、前記第２層データのサ
ブセットである第１層データのＲＡＭブロックを記憶す
るために設けられ、全記憶容量が前記不揮発性キャッシ
ュよりも小さいＲＡＭキャッシュと、を備える多層キャ
ッシング・システム。 - 【請求項２１】 空いた不揮発性データ・ブロックが利
用可能でないとき、不揮発性キャッシュの更新期間にデ
ータを除去するために、不使用の不揮発性データ・ブロ
ックが無作為に選択される、請求項２０記載の多層キャ
ッシング・システム。 - 【請求項２２】 ＲＡＭデータ・ブロックが空いている
とき、最低使用頻度のＲＡＭデータ・ブロックから、Ｒ
ＡＭキャッシュの更新期間にデータが除去される、請求
項２０記載の多層キャッシング・システム。 - 【請求項２３】 前記低速大容量記憶装置が前記コンピ
ュータ・システムによって制御されるＣＤ−ＲＯＭドラ
イブである、請求項２０記載の多層キャッシング・シス
テム。 - 【請求項２４】 前記低速大容量記憶装置が、ネットワ
ーク・データ・リンクを介して前記コンピュータ・シス
テムが結合されるサーバー・データ処理システムによっ
て制御されるＣＤ−ＲＯＭドライブである、請求項２０
記載の多層キャッシング・システム。 - 【請求項２５】 前記低速大容量記憶装置が、ネットワ
ーク・データ・リンクを介して前記コンピュータ・シス
テムが結合されるサーバー・データ処理システムによっ
て制御されるハードディスク・ドライブである、請求項
２０記載の多層キャッシング・システム。 - 【請求項２６】 到来するファイルＩ／Ｏ要求が前記低
速大容量記憶装置上及び前記不揮発性キャッシュ内に常
駐するが前記ＲＡＭキャッシュ内には常駐しないデータ
に関係するならば、前記ＲＡＭキャッシュが前記不揮発
性キャッシュから更新される、請求項２０記載の多層キ
ャッシング・システム。 - 【請求項２７】 到来するＩ／Ｏ要求が前記不揮発性キ
ャッシュ内又は前記ＲＡＭキャッシュ内に常駐するので
はなく前記低速大容量記憶装置に常駐するデータに関係
するならば、前記ＲＡＭキャッシュ及び前記不揮発性キ
ャッシュが前記低速大容量記憶装置から更新される、請
求項２０記載の多層キャッシング・システム。 - 【請求項２８】 前記不揮発性メモリ内の前記不揮発性
データ・ブロックが前記ＲＡＭキャッシュ内の前記ＲＡ
Ｍデータ・ブロックと同サイズである、請求項２０記載
の多層キャッシング・システム。 - 【請求項２９】 ＲＡＭデータ・ブロックが空いていな
いとき、ＲＡＭキャッシュ更新期間に、前記ＲＡＭキャ
ッシュ内の最低使用頻度のサブブロックに関係する不要
情報収集を行うテーブルを維持するために、前記ＲＡＭ
の一部分が利用される、請求項２０記載の多層キャッシ
ング・システム。 - 【請求項３０】 システム・ブート時間の初期設定時に
ファイルＩ／Ｏ要求を受け取ったとき、前記ＲＡＭキャ
ッシュ及び前記テーブルがＲＡＭに確立される、請求項
２９記載の多層キャッシング・システム。
Applications Claiming Priority (2)
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| US641653 | 1996-05-01 |
Publications (1)
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|---|---|
| JPH10124397A true JPH10124397A (ja) | 1998-05-15 |
Family
ID=24573293
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9113774A Pending JPH10124397A (ja) | 1996-05-01 | 1997-05-01 | 多層キャッシング・システム及び該システムを実現するための方法 |
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| Country | Link |
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| US (1) | US5787466A (ja) |
| EP (1) | EP0805396B1 (ja) |
| JP (1) | JPH10124397A (ja) |
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