JPS58224491A - デ−タ相関管理処理方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （１）発明の技術分野 本発明はデータ相関管理処理方式、特に低速大容量記憶
媒体と高速小容量記憶媒体との間でデータの受渡しを行
いつつデータを処理するデータ処理システムにおいて、
処理されるデータの上記低速大容量記憶媒体から高速小
容量記憶媒体への転送処理について、各データの相関を
管理することにより、先行制御を可能とし、かつ転送回
数の低減を図ったデータ相関管理処理方式に関するもの
である。

（２）技術の背景 データ処理システムにおいては、記憶装置に記憶された
データな読出して処理するようにされるが、一般にビッ
ト当りの価格が低額な大容量記憶装置はデータのアクセ
ス速度が遅く、高速にアクセスできるものは高価である
。従って、大容量の低速記憶媒体と小容量の高速記憶媒
体とをシステムに組込み、この間でデータ転送を行いつ
つ高速記憶媒体上で処理し、安価にかつ開運にデータを
処理することが行われている。例えば、主記憶装置と磁
気ディスク装置などのＩ）Ａ、ＳＤ間のロード・モジュ
ールの転送処理、またＤＡＳＴ）とへ４８８間におけ″
るデータセットの転送処理、キャッシュ・メモリと主記
憶装置間のデータ転送処理などがこれに当る。

（３）従来技術と問題点 従来、低庫大容１に記憶媒体と高速小容量記憶媒体との
間のデータ転送の管理処理方式としては、例えば以下の
ようなものがあった。

その第１の方式は、最も単純な形態をとるもので、デー
タの獲得要求があったときに、必ず低速記憶媒体から高
速記憶媒体へのデータ転送が行われ、データの解放要求
があるとそのデータが更新されていれば低速記憶媒体に
書き出され、高速記憶媒体上のその領域を空きスペース
とする方式である。データ獲得要求時に高速記憶媒体上
に空きスペースがなければ、空きスペースができるまで
要求は待たされる。この方式によれ１ば、管理が簡単で
あるが、例えば同じデータについて獲得・解放が連続し
た場合など大きな時間的無駄が生じることになる。

第２の方式は、第１図に示すような従来のロールイン／
ロールアウトに用いられている処理方式である。ロール
イン／ロールアウトはメモリとＤＡＳＤ間におけるロー
ドモジュールの管理方式であり、メモリからＤＡＳＤに
転送する処理をロールアウトといい、Ｉ）Ａ　８　’Ｄ
からメモリに転送する処理をロールインという。

ロールイン／ロールアウトは、タスク管理からの獲得・
解放要求によって、通常マスタースケジューラと呼ばれ
るものが処理する。獲得要求時にロールイン処理が行わ
れ、その際メモリ上の空きスペースを作り出すために、
ロールアウト処理がロールイン処理のサブルーチン的な
形で呼び出される。すなわち、解放要求があっても、直
ちにロールアウトされることはな（、メモリ上に空きス
ペースが必要となったときに、例えばＬＲＬＩ（Ｌｅａ
ｓｔＲｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ　）方式によって選択
されたロードモジュールがロールアウトされることにな
る。この方式によれば、獲得要求のあったロードモジュ
ールが、既にメモリ上に存在する場合には転送処理を行
わないが、メモリが満杯となった後にロードモジュール
をメモリに転送する場合には、その前に必ずロールアウ
ト処理が必要となり、その分だけ時間がかかることにな
る。

第３の方式は、第２図に示すようなりＡＳＤとＭＳＳ間
における従来のデータセット管理処理力式がある。第２
図図示の如く、ＭＳＳからＤＡＳＤ　に転送する処理を
リコールといい、ＤＡＳＤからＭＳＳに転送する処理を
マイグレーションという。従来のリコール／マイグレー
ションの処理においテハ、ＭＳＳに存在する各データセ
ットのＤＡ８Ｄ常駐時間の監視が行われ１．ＩＪＡ８Ｄ
上の空きスペース量がシステム・ジェネレーションで規
定された所定量よりも必ず大きくなるように管理される
。すなわち、ＤＡＳＤの空きスペースが一定量以下にな
ったときに、マイグレーションによりＤＡＳＤ常駐時間
の小さいデータセットが選択されて、ＤＡＳＤからＭＳ
Ｓに転送される。この方式によれば、上記ロールイン／
ロールアウトの方式と異なり、予め高速小容量の媒体側
に空きスペースがあるため、通常新たなデータ獲得要求
時の転送処理が１回で済む。しかし、ＩＪＡＳＤ常駐時
間の頻度管理を行って、リコール処理の回数削減を図っ
てはいるものの、その効果は小さいという問題があった
。

（４）発明の目的 上記従来の方式のうち、最後に述べたデータセット管理
処理方式が最も進んだ方式と考えてよい。

しかし、上述の如く高速記憶媒体上に予め空きスペース
を確保するための高速記憶媒体側から低速記憶媒体側へ
のデータ転送に対する考慮は払われているが、低速記憶
媒体から高速記憶媒体へロードする処理自体についての
効率化のための考慮は払われていない。

本発明は上記問題点の解決を図り、高速記憶媒体上に必
要と思われるデータを単にできるだけ残すというだけで
なく、将来必要と予想されるデータを事前に積極的に高
速記憶媒体上に転送する先行制御を行うとともに転送回
数の削減を図り、全体としての処理速度を向上させるこ
とを目的としている。その前提として本発明は、例えば
データセットのような複数のデータ群は、一般にあるデ
ータセットが使用されると続いて使用される確率の高い
データセットが存在するという強い正の相関を持ってい
ることに着目している。例えば、コンパイル−リンク−
ランといった一連の処理を行うジョブが投入されるバッ
チ・センターなどにおいては、コンパイルに必要なファ
イルの次にリンクのためのファイルが必要とされること
が多い。

（５）発明の構成 上記目的達成のため、本発明は使用されるデータの相関
頻度を学習し管理して転送の効率化な図るようにしたも
のである。すなわち、本発明のデータ相関管理処理方式
は、低速大容量記憶媒体と高速小容量記憶媒体とをそな
え、上記低速大容量記憶媒体と上記高速小容量記憶媒体
との間でデータの受画Ｌ　’１，４行いつつ、データ獲
得要求に対し上記高速小容量記憶媒体にデータを用意し
、データ乞処理するデータ処理システムにおいて、上記
獲得要求のあった上記高速小容量記憶媒体上の谷データ
の相関を学習により管理し各データの相関を表わす制御
情報を作成する相関頻度管理処理部と、上記低速大容量
記憶媒体から上記高速小容量記憶媒体にデータを転送す
るときに該転送データと相関の高いデータを上記相関頻
度管理処理部の作成した相関制御情報にもとづいて選択
し上記高速小容量記憶媒体に転送する先行制御処理部と
、上記高速小容量記憶媒体から上記低速大容量記憶媒体
にデータを転送するときに該転送データと相関の高いデ
ータを上記相関頻度管理処理部の作成した相関制御情報
にもとづいて選択し上記低速大容量記憶媒体に転送する
データ退避処理部とをそなえたことを特徴としている。

以下、図面を参照しつつ実施例にもとづいて説明する。

（６）発明の実施例 第３図は本発明の一実施例全体構成、第４図は高速媒体
管理テーブルの構成例、第５図は低速媒体管理テーブル
の構成例、第６図はデータ獲得処理部の処理説明図、第
７図は相関頻度管理処理部の処理説明図、第８図は先行
制御処理部の処理説明図、第９図はデータ退避処理部の
処理説明図、第１０図はデータ解放処理部の処理説明図
を示す。

第３図においては、１はデータ処理部、２はデータ管理
部、３はデータ獲得処理部、４はデータ解放処理部、５
は相関頻度管理処理部、６は先行制御処理部、７はデー
タ退避処理部、８は高速媒体管理テーブル、９は高速記
憶媒体、１０は低速媒体管理テーブル、１１は低速記憶
媒体を表わす。

データ処理部１は、高速記憶媒体９上のデータにアクセ
スし、データの処理を行うものであって、データの処理
に先立って明示的にまたは暗示的に必要となるデータの
獲得要求をデータ管理ｍ２に対し行う。また、データ処
理後には、解放要求を行う。データ管理部２は低速記憶
媒体１１および高速記憶媒体９に記憶されたデータを管
理し、データ処理部１からの依頼のあったデータについ
て　゛の転送等の処理を実行するものである。特にデー
タ獲得処理部３は、データ処理部１からの獲得要求によ
って起動され、高速媒体管理テーブル８にもとづいて要
求されたデータを高速記憶媒体９に用意し、依頼元へ完
了通知を行う。この際、必要に応じてデータ退避処理部
７を呼び出し、また相関頻度管理処理部５および先行制
御処理部６を呼び出す。

データ解放処理部４は、データ処理部１かもの解放要求
によって起動され、高速記憶媒体９上のデータを解放す
るものである。

相関頻度管理処理部５は、後に詳述する如くにして、高
速記憶媒体９にローディングされる各データについての
相関を学習し、高速媒体管理テーブル８上でその相関の
情報を管理するものである。

先行制御処理部６は、データ獲得処理部３にょって起動
され、高速媒体管理テーブル８の相関の情報にもとづい
て、獲得要求のあったデータに続いて使用されると予想
されるデータが高速記憶媒体９上にない場合に、低速記
憶媒体１１から高速記憶媒体９へ先行してデータを転送
する制御な行うものである。先行制御を行うか否かに当
っては、後述する如（そのデータが使用される確率と転
送に要する時間とが考慮され、無駄な転送が行われるこ
とのないようにされる。データ退避処理部７は、高速記
憶媒体９から低速記憶媒体１１へのデータの退避を行う
ものであって、尚速媒体管坤テーブル８の相関の情報に
もとづいて、使用される確率の低いデータ群を選択して
退避することにより、高速記憶媒体９上に所定量の空ス
ペースを確保するものである。

高速媒体管理テーブル８は、例えば第４図図示の如く構
成される。高速媒体管理テーブル８には、高速記憶媒体
９に転送されるデータの単位毎の各エントリが設けられ
、谷エントリには、フラグ部、ＤＡＴＡ名部、１）ＡＴ
八へ量都、チェインＩＪＡＴＡ名部、Ｔカウンタ部、Ｄ
ＡＴＡカウンタ都、チェイン１）ＡＴＡカウンタ部、ポ
インタ部が設けられる。フラグ部の先頭のフラグは、例
えばオンであればＤＡＴＡのＬＯＣＫを示し、当該エン
トリに対応する高速記憶媒体９上のデータカ瓢データ処
理部１によって現在使用されていることを示す。オフで
あればＤＡＴＡの解放を示す。次のフラグは後述するチ
ェインＤＡＴＡが有効であるか無効であるかを示す。そ
の次のフラグは、当該データがＷＲｉＴＥ保護か非保護
であるかを示すものである。

高速媒体管理テーブル８に登録されるＤＡＴＡ名は、転
送の対象となるデータを識別するものであり、例えば転
送対象がデータセットであるときにはデータセット名、
ロードモジュールであるときにはロードモジュール名と
いうようなものである。

またブロックアドレス情報というようなものでもよい。

ＤＡＴＡ答量は、転送対象となるデータの大きさである
。チェインＤＡＴＡ名は当該エントリに登録されるデー
タとの相関が演算されるデータの識別名であり、例えば
連続してアクセスされたデータが登録されるが、一定以
上の相関が認められなかった場合には登録は抹消される
。Ｔカウンタと１）Ａ、ＴＡカウンタは当該エントリに
登録されたデータについての獲得要求回数のカウンタで
ある。

次のチェインＬ）ＡＴＡカウンタは、当該エントりに登
録されｆこデータについてのチェインＤＡＴＡに対する
獲得要求回数のカウンタである。ＤＡＴＡカウンタとチ
ェインＤＡＴＡカウンタとの値の比が１対１に近いほど
相関が高いことになる。これらのカウンタのいずれかが
満杯となると、どちらも１／２に更新される。高速媒体
管理テーブル８のポインタ部は、対応する高速記憶媒体
９上のアドレスを示すものである。

低速媒体管理テーブル１０は、例えば＠５図図示の如く
構成される。低速媒体管理テーブル１０の各エントリは
、低速記憶媒体１１の転送対象となるデータに対応し、
低速記憶媒体１１に記１意されるすべてのデータが予め
この谷二ン）　ＩＪに登録される。低速媒体管理テーブ
ル１０の各エントリに設けられるＤＡＴＡ名部、ＤＡＴ
Ａ容ｆ部、チェインＩＪＡＴＡ名部、Ｔカウンタ都、Ｉ
）ＡＴＡカウンタ都、チェインＩ）Ａ’Ｉ’　Ａカウン
タ都等は、高速媒体管理テーブル８のものと対応するも
のである。特にチェインＤＡＴＡ名部、ＤＡＴＡカウン
タ部、チェイン１）ＡＴＡカウンタ部は、高速媒体管理
テーブル８の内容の退避域と考えてよい。フラグ部には
、低速記憶媒体１１上のデータが有効か無効か等の各種
フラグが設けられる。データ属性部は、転送対象となっ
ているデータが固定長であるか可変長であるか、またデ
ータセットであればどのような編成であるかなどのデー
タの属性が格納されるエリアである。ポインタ部には、
低速記憶媒体１１上の対応するデータのアドレス情報が
格納される。

次に、第６図を参照して、データ獲得処理部３の処理に
ついて詳細に説明する。

データ獲得処理部３は、データ処理部１からのデータ獲
得要求によって起動される。データ獲得処理部３は、ま
ず第６図図示処理２０によって、要求されたＤＡＴＡ名
が高速媒体管理テーブル８内のいずれかのＤＡＴＡ名と
一致するかどうかを判定する。一致する場合には、要求
データが既に高速記憶媒体９上に存在することを意味す
るので、Ｅｆちに処理２５に制御を移行する。一致しな
い場合には、処理２１によって、要求データを転送する
だけの空きエリアが高速記憶媒体９上にあるかどうかを
判定する。十分な空きエリアがない場合には、処理２２
によってデータ退避処理部７を呼び出し、空きエリアを
つくる。

その後、処理２３によって要求データを低速記憶媒体１
１から高速記憶媒体９に転送し、処理２４によって、今
転送した要求データについ【のＤＡＴＡ名、ＤＡＴＡ容
量、チェインＤＡＴＡ名、Ｔカウンタ、１）ＡＴＡカウ
ンタ、チェインＩ）ＡＴＡカウンタ等の情報を、低速媒
体管理テーブル１０から高速媒体管理テーブル８にコピ
ーする。

次に処理２５によって、依頼元であるデータ処理部１に
正常または異常の完了通、知を行い、処理２６で相関頻
度管理処理部５を呼び出して、相関の管理を行う。最後
に処理２７によって先行制御処理部６を呼び出し、続い
て要求される確率の高いデータを予め高速記憶媒体９上
にローディングする処理を実行する。

相関頻度管理処理部５は、第７図図示の如（処理する。

相関頻度管理処理部５は起動されたならば、まず、第７
図図示処理３０−１によって高速媒体管理テーブル８を
アクセスし、要求データのＴカウンタが満杯かどうか判
定する。満杯でない時は、処理３０−５へ行き、Ｔカウ
ンタをプラス１″′ｆ′る。満杯である時は、処理３０
−２によって、高速媒体管理テーブル内のすべてのＴカ
ウンタの内、満杯のものが１／１０以上あるかどうか判
定する。Ｔカウンタは、後述の退避処理部において、使
用頻度の低い順に、データを退避するために用いられる
。尚、Ｔカウンタの満杯のものが１／１０以上となって
いるが、１／１０以上でなくともよ（、データの大きさ
等の条件により、システムで適宜選択してよい。始線３
０−２の判定の結果、判定条件を満たす（ＹＥＳ）場合
は、全データの使用類　　　□度を管理するため、処理
３０−３、処理３０−４によって、すべてのＴカウンタ
を１／２にする、こり処理によって、全データの使用頻
度が、保たれることになる。その後、処理３０−５によ
って、要求ＤＡＴＡのＴカウンタをプラス１することに
よって学習が行われる。

次に、処理３０−６によって、高速媒体管理テーブル８
にアクセスし、要求データのＴ）Ａ　Ｔ　Ａカウンタに
「１」加算する。そして、処理３１によって、そのＤＡ
ＴＡカウンタが満杯になったかどうかを判定し、満杯に
なっている場合には、次の加算でオーバ・フローする前
に、処理３２によって、その要求データのＤＡＴＡカウ
ンタとチェインＤＡＴＡカウンタとをそれぞれ１／２　
にする。なお、この１／２にする処理はカウンタの値を
右に１ビツトだけシフトするだけでよい。ともに１／２
にするので、要求データとチェインＤＡＴＡとの相関係
数は保たれることになる。

次に高速媒体管理テーブル８の先頭のエントリをポイン
トし、処理３３によって、高速媒体管理テーブル８内の
すべてのチェインＤＡＴＡ　４サーチしたかどうかを判
定する。最初はまだサーチしていないので直ちに処理３
４に移る。処理３４では、要求ＤＡＴＡ名と現在ポイン
トしているエントリのチェインＤＡＴＡ名とが一致する
かどうかを判定する。一致するということは、そのエン
トリに登録されたデータと、今獲得要求のあったデータ
とが相関関係のチェックの対象となっていることを示す
ので、処理３５によって、当該データのチェインＤＡＴ
Ａカウンタに「１」加算する。また処理３６によって、
現在ポイントしているエントリのフラグをチェックし、
その結果チェインＤＡＴＡが無効となっているときには
、処理３７によって、当該エントリのチェインＤＡＴＡ
名部に要求ＤＡＴＡ名をセットし、そのチェインＤＡＴ
Ａカウンタを「１」にして、相関をみるための初期設定
を行う。

次に処理３８によって、当該チェインＤＡＴＡカウンタ
は満杯になったかどうかを判定する。満杯になったとき
には、処理３９によって上記処理３２と同様、当該ＤＡ
ＴＡのＤＡＴＡカウンタとチェインＤＡＴＡカウンタと
を１／２にする。

次に処理４０では、当該チェインＤＡＴＡ名の有動性ｙ
ＤＡＴＡカウンタとチェインＤＡＴＡカウンタどの相関
をチェックすることによって行う。例えば、当該ＤＡＴ
Ａのチェインが有効な条件は、チェインＤＡＴＡカウン
タとＤＡＴＡカウンタとの比の値Ｐが、１／１０よりも
犬であるかどうかによってチェックされ、少なくとも転
送の対象となったデータと、そのデータのチェインＤＡ
ＴＡとの相関が認められるためには、当該データが１０
回獲得要求される間に、チェインＤＡＴ、Ａに対する獲
得要求が１回以上出されていることが必要とされる。な
お、上記Ｐの比較値は必ずしも１／１０でなくてもよく
、システムによって適宜選択してよい。１／１０のとき
の条件を式にまとめると、 となる。もし、Ｐが１／１０未満の場合には、処理４１
によって、当該チェインＤ４Ｔ人名をクリアし、相関の
チェック対象から外し、処理４２によって、当該チェイ
ンＤＡＴＡカウンタとＤＡＴＡカウンタとをゼロにクリ
アする。またフラグ部にはチェインＤＡ　ＴＡ無効表示
をする。

上記処理終了後に、処理４３によって、高速媒体管理テ
ーブル８へのポインタを１エントリ分進めて、次のＤＡ
ＴＡな当該１）Ａ　’ｆ’　Ａとしてポイントする。続
いて処理３３に戻り、処理３３から処理４３までを、高
速媒体管理テーブル８に登録された丁べてのＤＡ’［”
Ａについて繰返す。すべてのＤＡＴＡについてのチェイ
ンＤＡＴＡの処理が終了したならば、呼び出し元である
データ獲得処理部３に制御を戻１”。

先行制御処理部６は、データ獲得処理部３から呼び出さ
れて、例えば第８図図示の如く処理する。

まず、第８図図示処理５０によって、高速媒体管理テー
ブル８を参照し、獲得要求のあった依頼Ｔ）、Ａ　ＴＡ
に対するチェインＤＡＴＡが有効かどうかを判定する。

例えば次の条件が成り立つとき、チェインＤ　ＡＴ　Ａ
が有効どされる。

ＰＡ、　）　（１−Ｐ）　（Ａ、　−１−Ｈ，）ここで
、ＰはチェインＤＡＴＡカウンタとＤＡＴＡカウンタと
の比の値であり、ＡｔはチェインＤＡＴＡの高速記憶媒
体９への転送時間、Ｂ、はチェインＤＡＴＡの低速記憶
媒体１１への転送時間である。

すなわち、先行制御が成功することによって節約できる
時間が、先行制御が失敗することによって無駄となる時
間よりも確率的に大きいかどうかによって、有効か無効
かが判断される。有効でない場合には先行制御は行わず
に処理を終了する。

有効である場合には、次に処理５１によって、チェイン
ＤＡＴＡが既に高速記憶媒体９上に存在するかどうかを
判定する。高速記憶媒体９上にある場合には、処理５５
へ制御を移行する。存在しない場合には、処理５２によ
って、チェインＤＡＴＡを転送するだけの空きエリアが
高速記憶媒体９上にあるかどうかを判定する。空きエリ
アがない場合には、処理５３によって、データ退避処理
ｓ７を呼び出し、空きエリアを確保する。

空きエリアが確保できたならば、処理５４によって、依
頼ＤＡＴＡを低速記憶媒体１１上から高速記憶媒体９上
へ転送する。あわせて、低速媒体管理テーブル１００内
答の一部を高速媒体管理テーブル８にコピーし、該当エ
ントリの設定を行う。

次に処理５５によって、現在処理したチェインＤＡＴＡ
を新たに依頼ＤＡＴＡとし、処理５０に制御を戻し、同
様に処理５０から処理５５までを繰返す。こうして、獲
得要求のあったデータに相関の強い一連のデータ群を、
要求前に高速記憶媒体９上に用意する。

データ退避処理部７は、高速記憶媒体９上に空きスペー
スを確保する必要があるときに呼び出され、例えば第９
図図示の如く処理する。まず、処理６０によって、高速
媒体管理テーブル８のフラグ部を参照し、解放されてい
るＤＡＴＡを選び出し、その解放ＤＡＴＡ名をＴカウン
タが小さい順にソート・ワーク域８−１に並べる。

次に処理６１によって、依頼されたスペース量まで空き
スペースがあるかどうかを判定する。最初は空きスペー
スがまだ確保されていないので、処理６２に移る。処理
６２では、高速媒体管理テーブル８のサーチが終了した
かどうか、すなわちすべての解放ＤＡ’ｒＡが処理され
てしまったかどうかを判定する。最初は未処理であるの
で、処理６３が実行される。

処理６３によって、ソート・ワーク域８−１にソーティ
ングされたＤＡ　ＴＡカウンタの最も小さい解放ＤＡＴ
Ａを取り出し、高速記憶媒体９から低速記憶媒体１１へ
その内容を転送する。

次に処理６４によって、当該解放ＤＡＴＡのチェインＤ
ＡＴＡは有効かつ解放済みかどうかを判定する。チェイ
ンＤＡＴＡが有効かつ解放済みであるときには、そのチ
ェインＤＡＴＡについても退避するために、処理６５か
ら処理６７までを実行する。

まず、処理６５では、チェインＤＡＴＡを低速記憶媒体
１１に転送する。次に処理６６によって高速媒体管理テ
ーブル８の内容を低速媒体管理テーブル１０に転送し、
退避し終ったデータの高速媒体管理テーブル８のエント
リをクリアする。そして、処理６７によって、今処理し
たデータのチェインＤＡＴＡを解放ＤＡＴＡの対象とし
て処理６４に戻る。

処理６４の判定において、チェインＤＡＴＡが有効でな
いか、または解放済みでないとぎには、処理６８によっ
て高速媒体管理テーブル８の最後に転送したデータの内
容を低速媒体管理テーブル１０に転送し、高速媒体管理
テーブル８０当該エントリをクリアする。そして処理６
９によって、ソート・ワーク域８−１の次の解放ＤＡＴ
Ａ’ａ：ボイントし、処理６１に戻って、処理６１から
処理６９までを同様に繰返す。途中、処理６１の判定で
、依頼された量の空きスペースが確保できたことが確認
できたときは、正常終了を呼び出し元へ通知し処理を終
了する。また、処理６２の判定で、十分な空きスペース
が確保できないうちに、解放の対象となるＤＡＴＡがそ
れ以上存在しないことが判明したときには、異常終了を
呼び出し元へ通知する。

尚処理６３と処理６５は、退避不要データ（ＷＲｉＴＥ
保護等のデー、ｉｆ）については処理をしない。

データ処理部１からのデータ解放要求に対して　　　′
は、データ解放処理部４は例えば第１０図図示の如く処
理する。データ解放処理部４は起動されたならば、まず
処理７０によって、高速媒体管理テーブル８内の解放要
求のＤＡＴＡのエントリ夕波し出し、そのフラグ部を操
作することによって、要求ＤＡＴＡを解放したことを示
す。次に処理７１によって、データ退避処理部７を呼び
出して、少な（とも所定量の空きスペースが予め確保さ
れるよう退避処理を実行する。処理が終了したならば、
データ処理部１に完了通知を行うが、この完了通知は省
略するようにしても差支えない。

第１１図は従来方式との転送回数比較説明図を示す。例
えば第２図において説明した従来方式によれば、高速記
憶媒体上の常駐時間により頻度管理がなされるため、デ
ータの転送回数は例えば第１１図皆）図示の如くになる
。第１１図において、立上がりがデータ獲得要求、立下
がりがデータ解放要求を表わす。ＤＡＴＡ−ＡおよびＤ
ＡＴＡ−Ｂに対するデータの獲得／解放要求が図示の如
くであると丁れば、常駐時間による頻度管理を行った場
合、ＤＡＴＡ−Ａ　が高速記憶媒体上に常駐されること
′になる。従って、高速記憶媒体と低速記憶媒体との間
の転送は、第１１図（イ）図示■からＯまで１３回必要
とされることになる。−力、本発明の詳細な説明した方
式によれば、データ獲得要求によって頻度管理がなされ
、ＤＡＴＡ−Ｂが常駐されることとなるので、例えばデ
ータの転送は、第１１図］（ロ）図示■から■まで５回
必要とされるだけである。

また、実施例で説明した相関頻度学習の方式は、ＤＡＴ
Ａカウンタまたはチェイン１）ＡＴＡカウンタのいずれ
かが満杯となったときに両方とも１／２となるようにさ
れるが、この管理はｌｏｇ　２の対数管理となっている
ため、古い要求よりも、新しい要求の方が重視されるこ
ととなり、適当な相関が考慮されることとなる。

（７）発明の詳細 な説明した如く本発明によれば、全体のデータ転送回数
が節減されて効率がよくなるだけでなく、獲得要求のあ
ったデータと関連の深いデータが、先行制御処理によっ
て事前に高速小容量記憶媒体上に転送されるため、次の
獲得要求に対するレスポンス時間が短くなる。

また、高速小容せ記憶媒体の空きスペースの確保も、不
要なデータ群が選択されて事前に処理され、効率化が可
能となる。

なお、上記データは、低速太容蓋記憶媒体と高速小Ｗｉ
Ｈピ憶媒体との間で相互に受渡される情報であって、例
えばデータセット、ロードモジュール、入出力データ等
適用範囲は広く、いずれにおいても効果は太きい。

【図面の簡単な説明】

第１図および第２図は従来方式の説明図、第３図は本発
明の一実施例全体構成、第４図は高速媒体管理テーブル
の構成例、第５図は低速媒体管理テーブルの構成例、第
６図はデータ獲得処理部の処理説明図、第７図は相関頻
度管理処理部の処理説明図、第８図は先行制御処理部の
処理説明図、第９図はデータ退避処理部の処理説明図、
第１０図はデータ解放処理部の処理説、明崗、第１１図
は従来方式との転送回数比較説明図を示す。 図中、１はデータ処理部、２はデータ管理部、３はデー
タ獲得処理部、４はデータ解放処理部、５は相関頻度管
理処理部、６は先行制御処理部、７はデータ退避処理部
、８は高速媒体管理テーブル、９は高速記憶媒体、１０
は低速媒体管理テーブル、１１は低速記憶媒体な表わ丁
。 特許出願人　冨士通株式会社 代理人弁理士　森　１）　　　寛 （外１名）

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 低速大容量記憶媒体と高速小容量記憶媒体とをそなえ、
   上記低速大容量記憶媒体と上記高速小容量記憶媒体との
   間でデータの受渡しを行いつつ、データ獲得要求に対し
   上記高速小容量記憶媒体にデータを用意し、データを処
   理するデータ処理システムにおいて、上記獲得要求のあ
   った上記高速小容量記憶媒体上の各データの相関を学習
   により′ｕ埋し各データの相関を表わす制御情報を作成
   する相関頻度管理処理部と、上記低速大容量記憶媒体か
   ら上記高速小容量記憶媒体にデータを転送するときに該
   転送データと相関の高いデータを上記相関頻度管理処理
   部の作成した相関制御情報にもとづいて選択し上記高速
   小容量記憶媒体に転送する先行制御処理部と、上記高速
   小容量記憶媒体から上記低速大容量記憶媒体にデータを
   転送するときに該転送データと相関の高いデータを上記
   相関頻度管理処理部の作成した相関制御情報にもとづい
   て選択し上記低速大容量記憶媒体に転送するデータ退避
   処理部とをそなえたことを特徴とするデータ相関管理処
   理方式。