JPS6150350B2 - - Google Patents

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JPS6150350B2
JPS6150350B2 JP58085180A JP8518083A JPS6150350B2 JP S6150350 B2 JPS6150350 B2 JP S6150350B2 JP 58085180 A JP58085180 A JP 58085180A JP 8518083 A JP8518083 A JP 8518083A JP S6150350 B2 JPS6150350 B2 JP S6150350B2
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JP
Japan
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buffer
chain
sequential
lru
buffers
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Application number
JP58085180A
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English (en)
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JPS595483A (ja
Inventor
Aasaa Gamaea Robaato
Arubaato Mootensun Jon
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International Business Machines Corp
Original Assignee
International Business Machines Corp
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Filing date
Publication date
Application filed by International Business Machines Corp filed Critical International Business Machines Corp
Publication of JPS595483A publication Critical patent/JPS595483A/ja
Publication of JPS6150350B2 publication Critical patent/JPS6150350B2/ja
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/461—Saving or restoring of program or task context
    • G06F9/463—Program control block organisation
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
    • G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
    • G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data

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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Software Systems (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Data Mining & Analysis (AREA)
  • Databases & Information Systems (AREA)
  • Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
〔発明の分野〕 本発明はバツフア・プールを含む計算装置を動
作させる方法、特にバツチ・プロセス（順次プロ
セス）および対話式プロセス（ランダム・プロセ
ス）の両者によつて参照されるバツフア・プール
を管理するためのデータベース・システムに係
る。 〔先行技術の説明〕 一般に、トランザクシヨン処理用に設計されて
いるデータベース・システムは、バツフアをラン
ダム・アクセスするのに適したバツフア・マネー
ジヤを有する。普通、バツフア・プールはLRU
（Least Recently Used）アルゴリズムに基づい
て管理されているので、アプリケーシヨンによる
後続アクセスのために最後に使用されたバツフア
内のデータ・ブロツクが使用可能の状態に維持さ
れる。というのは、かかるデータ・ブロツクは最
も長い間使用されなかつたバツフア内のデータ・
ブロツクよりも、次にアクセスされる見込みが大
きいとされているからである。 これは、順次式にデータをアクセスする多くの
ユーテイリテイおよびいくつかのアプリケーシヨ
ンについて、性能上の問題を提起する。前記の使
用例として、データベースのバツクアツプ・コピ
ーをとるユーテイリテイがあり、このユーテイリ
テイでは大部分のブロツクが順次に検索される。
これらの順次プロセスのためにバツフア・プール
を管理するときは、新しいブロツクの必要性を予
測して外部記憶装置からデータ・ブロツクの事前
取出しを行ない、これらのデータ・ブロツクを空
いているバツフアに読込むことが望ましい。 このような動作は刊行物であるIBM OS／
VS2SAM Logic、Release3.8、“Form No.SY26
−3832−１、2nd EditionのPP.15−53、178−181
に記述されているQSAM（待機順次アクセス方
式）バツフアリング技法によつて実行される。 しかしながら、LRUアルゴリズムに基づいて
管理されたバツフア・プールに割当てられたデー
タ・セツトのページがランダム・アクセスおよび
順次アクセス・パターンを同時に受ける場合に
は、前記事前取出しは重大な問題を生じる。一般
に、新しいページに対する順次アクセスの要求は
ランダム・アクセスの要求よりもずつと高いレー
トで生じ、特に前者が事前取出しを伴なう場合に
はそうである。 従つて、ランダム・アクセスを遂行するトラン
ザクシヨンを支援することが不適当となる場合に
は、所与のバツフア内でランダム・ページを再ア
クセスすることができなくなり、かくてこのよう
なランダム・ページを外部記憶装置から再び読取
らねばならないことがある。 これは、LRUバツフア・チエインを通してバ
ツフアを移動するレートが、バツフア再割当要求
レートの関数であることによつて生じる。 要求レートが高ければ高いほど、LRU待行列
の先頭への移動が速くなり、従つてバツフアの古
い内容を再アクセスしうる時間が短かくなる。 順次プロセスによるバツフアの独占を阻止する
ために、IBM IMS／VS バージヨン1.2
ISAM／OSAMバツフア・ハンドラでは、所与の
ユーザ（すなわち、ランダム・プロセスまたは順
次プロセスによつて最後に使用されたバツフアを
該ユーザに割当てるようにしている（ソース・コ
ード・モジユールDFSDBH10、DFSDBH20、
DFSDBH30およびDFSDBH40、特にDFSDBH20
における特性テーブル内のPSTLR列参照）。しか
しながら、ISAM／OSAMバツフア・ハンドラで
は、順次プロセスの性能を強化するために事前取
出し能力は与えられていない。 このように、先行技術では、バツフア・プール
を順次プロセスまたはランダム・プロセスのいず
れかに専用化することが普通に行われているが、
もしバツフア・プールがこれらのプロセスによつ
て共用されたならば、バツチ・プロセスによつて
かかるバツフア・プールが独占される傾向があ
り、かくて所与のランダム・プロセスがデータ・
セツトのページを再アクセスするとき不要な入出
力動作を必要とする。 従つて、バツフア・プールに割当てられたデー
タ・セツトのページに対するランダム・アクセス
および順次アクセスが同時に行なわれているよう
なデータベース・システムでは、バツフア・ハン
ドラに、(1)順次プロセス及びランダム・プロセス
の両方についてLRUバツフア・プールを管理
し、(2)しかも順次プロセスによるバツフア・プー
ルの独占に起因するランダム・プロセスの不要な
入出力動作が生じないようにし、(3)同時にランダ
ム・プロセスの性能に対する影響を最小限にして
順次プロセスに非同期式の事前取出し能力を与え
る必要がある。 〔発明の概要〕 本発明によれば、メイン・プロセツサ、主記憶
装置に設けられた複数のバツフアおよび少なくと
も１つの外部記憶装置を有する計算装置を動作さ
せる新しい方法が与えられる。 メイン・プロセツサはデータベース・システム
の制御下で動作し、該データベース・システムは
外部記憶装置からバツフアへ読取られたデータ・
セツトのページを、順次プロセスおよびランダ
ム・プロセスの両者による同時的アクセスのため
に割当てるようなバツフア・マネージヤを含んで
いる。この新しい方法は次のステツプによつて特
徴づけられる。 (a) 待行列の値を確立する。 (b) 通常のLRUバツフア・チエインと、前記チ
エイン上にコピーされたSLRU（順次LRU）バ
ツフア・チエインとを維持する。 (c) 事前取出しプロセスではない順次プロセスか
ら解放されたバツフアを両方のLRUバツフ
ア・チエインに置き、そしてランダム・プロセ
スまたは順次式の事前取出しプロセスから解放
されたバツフアを通常のLRUバツフア・チエ
インのみに置く。 (d) SLRUバツフア・チエイン中のバツフアの数
が待行列の値を越えている場合には、順次プロ
セスのためのバツフア要求に応答して、SLRU
バツフア・チエインから先頭バツフアをスチー
ルし、そうでない場合は通常のLRUバツフ
ア・チエインから先頭バツフアをスチールする
ことにより、ネストされた順次プロセスで使用
されるバツフアの反復スチールを阻止する。 この新しい方法は、次のステツプによつても特
徴づけられている。 (e) データ・セツト・ページの要求に応答して、
外部記憶装置からプロセスが定義した事前取出
し量の整数倍のデータ・セツト・ページを条件
付きで非同期式に事前取出しする。 更に、本発明によれば、メイン・プロセツサ、
主記憶装置に設けられた複数のバツフアおよび少
なくとも１つの外部記憶装置を有する計算装置が
与えられる。メイン・プロセツサはデータベー
ス・システムの制御下で動作し、該データベー
ス・システムは外部記憶装置からバツフアへ読取
られたデータ・セツトのページを、順次プロセス
およびランダム・プロセスによる同時的アクセス
のために割当てるようなバツフア・マネージヤを
含んでいる。この計算装置は、その特徴として、
前記プロセツサが (a) 待行列の値を確立し、 (b) 通常のLRUバツフア・チエインと、前記チ
エイン上にコピーされたSLRUバツフア・チエ
インとを維持し、 (c) 事前取出しプロセスではない順次プロセスか
ら解放されたバツフアを両LRUバツフア・チ
エインに置き、そしてランダム・プロセスまた
は順次式の事前取出しプロセスから解放された
バツフアを通常のLRUバツフア・チエインの
みに置き、 (d) SLRUバツフア・チエイン中のバツフア数が
待行列の値を越える場合には、順次プロセスの
ためバツフア要求に応答して、SLRUバツフ
ア・チエインから先頭バツフアをスチールし、
そうでない場合は通常のLRUバツフア・チエ
インから先頭バツフアをスチールする手段をそ
れぞれ備ており、かくてネストされた順次プロ
セスで使用されるバツフアの反復スチールを阻
止するようにしている。 この新しい計算装置は更に次の手段によつても
特徴づけられる。 (e) データ・セツト・ページの要求に応答して、
外部記憶装置からプロセスが定義した事前取出
量の整数倍のデータ・セツト・ページを条件付
きで非同期式に事前取出しする。 〔実施例の説明〕 第１図は本発明に従つた計算装置を示す。プロ
セツサ１０は、例えばIBMシステム／370であ
り、そのアーキテクチヤ（刊行物である
“IBMSystem／370PrinciPles of Operation”
FormNo.、GA22−7000−６に説明されている）は
IBM OS／MVSオペレーテイング・システムのよ
うなOSの制御下で動作する。前記OSの制御下で
動作するのは、バツフア・マネージヤ２０を含む
データベース制御システムである。バツフア・プ
ール１４はプロセツサ１０の仮想記憶装置内に設
けられており、バツフア・マネージヤ２０によつ
て制御されるとともに、順次プロセス１６および
ランダム・プロセス１８でアクセスされる。バツ
フア・マネージヤ２０の制御下で、プロセス１６
および１８によつて要求されたデータ・セツト・
ページは外記記憶装置のデータベース・プール１
４に読取られる。 本発明によつて、バツフア・マネージヤ２０は
ランダム・プロセス１８の性能に対する影響を最
小限にして順次プロセス１６の性能を高める。か
くて、バツフア・マネージヤ２０に含まれる制御
ロジツクは、バツフア・プール１４に割当てられ
たデータ・セツト・ページへのアクセスが順次プ
ロセス１６およびランダム・プロセス１８によつ
て同時に行なわれる環境で、順次プロセス１６に
よるバツフア・プール１４の独占を最小限にする
とともに、非同期式の事前取出しを与えることに
より、外部記憶装置のデータベース３０に常駐す
るデータ・セツト・ページが、例えば順次プロセ
ス１６によるそれらのアクセスを予測してバツフ
ア・プール１４に送り込まれることを可能にす
る。データ・セツト・ページは、バツフア・プー
ル１４および／または外部データベース３０に存
在することができる。バツフア・マネージヤ２０
の制御ロジツクは、ランダム・プロセス１８によ
つてアクセスされるページの再アクセスの確率
が、順次アクセス１６によつてアクセスされるペ
ージの再アクセスの確率よりもずつと大きい、と
いう仮定に基づいている。 第２図において、バツフア・マネージヤ２０は
バツフア・プール１４内に２つのLRUバツフ
ア・チエイン、すなわち通常のLRUバツフア・
チエイン３４および順次式のSLRUバツフア・チ
エイン３６を維持する。バツフア・プール１４に
おけるLRUバツフア・チエイン３４およびSLRU
バツフア・チエイン３６内のバツフアの構成につ
いては以下で説明する。バツフア・マネージヤ２
０によつて初期設定されたバツフア・プール１４
の各々ごとに生成されるバツフア制御ブロツク・
セツトは、１つのWPH（ウインドウ・プール・
ヘツダ）ブロツク４０および複数のＷ（ウインド
ウ）ブロツク５０、６０、７０等（図面上は５
０、６０および７０のみを表示）を含み、バツフ
ア・プール１４内の各バツフアごとに１つのＷブ
ロツクが対応する。 第２図のバツフア制御ブロツクは、プロセツサ
１０の仮想アドレス空間内に存在する。WPHブ
ロツク４０には、EQB（過剰ウインドウ・ブロ
ツク待行列）アンカ・フイールド４１（これは
EQB４８内の最初のＷブロツクに対するポイン
タを含む）カウント・フイールド４２（これは
SLRUバツフア・チエイン３６上のバツフア数の
カウントを記憶する）、SLRU順方向アンカ・フ
イールド４３（これはSLRUバツフア・チエイン
３６で先頭のＷブロツク６０を指す）、SLRU逆
方向アンカ・フイールド４４（これはSLRUバツ
フア・チエイン３６で末尾のＷブロツク７０を指
す）、LRU順方向アンカ・フイールド４５（これ
はLRUバツフア・チエイン３４での先頭のＷブ
ロツク５０を指す）、およびLRU逆方向アンカ・
フイールド４６（これはLRUバツフア・チエイ
ン３４での末尾のＷブロツク７０を指す）が含ま
れる。 Ｗブロツク５０，６０および７０の各々は、そ
れぞれが３つのフラグ・ビツトを含むWB（Ｗブ
ロツク）フラグ・フイールド５１，６１および７
１を有する。これらのフラグ・ビツトは次の意味
を有する（左から右へ）。ビツト１はWBがLRU
バツフア・チエイン３４上にある場合にオンにセ
ツトされ、ビツト２は、WBがSLRUバツフア・
チエイン３６上にある場合にオンにセツトされ、
ビツト３はWBが順次プロセスで最後に使用され
た場合にオンにセツトされる。従つて、値１００
を有するWBフラグ・フイールド５１は、Ｗブロ
ツク５０がLRUバツフア・チエイン３４上にあ
つて、SLRUバツフア・チエイン３６上になく、
かつ順次プロセスで（ランダム・プロセスとは反
対に）最後に使用されなかつたことを示す。第２
図の例では、Ｗブロツク５０，６０および７０が
LRUバツフア・チエイン３４上にあり、Ｗブロ
ツク６０および７０がSLRUバツフア・チエイン
３６上にある。バツフア・プール１４でバツフア
の使用状態が安定した後は、EBQ４８は通常は
空である。 また、Ｗブロツク５０、６０および７０の各々
は、４つのチエイン・ポインタ・フイールド
（SLRU次ポインタ、SLRU前ポインタ、LRU次
ポインタおよびLRU前ポインタ）を含み、それ
ぞれのフイールドはバツフア・チエーン３４およ
びSLRUバツフア・チエイン３６内のWBを順方
向および逆方向にチエインするのに使用される。
第２図で、ポインタ・フイールド５２、５３、５
５、６３、７２および７４は空白にセツトされて
おり、その他のポインタ・フイールドは第２図の
矢印に対応する値を有する。 次に第３図を参照して、Ｗブロツク７０の追加
フイールドおよびその用途について説明する。Ｗ
ブロツク７０に対応するバツフア・ブロツクを占
有するページの相対ページ番号が、RPN（相対
ページ番号）フイールド８０に含まれる。 ラツチ・ポインタ・フイールド８１は、次に説
明するようにハツシユ・チエイン探索（ルツク・
アサイド探索とも呼ばれる）を直列化するのに用
いられる。 ハツシユ・チエイン順方向／逆方向ポインタ・
フイールド８２は、WPHブロツク４０における
フイールド（図示せず）にアンカされた各々のハ
ツシユ・チエインと、同じ値にハツシユするＷブ
ロツク７０等とを連結するのに使用される。占有
者データ・セツト・トークン・フイールド８３
は、このＷブロツク７０に関連するバツフアを現
在占有しているページのデータ・セツトを、キー
などによつて識別するフイールドである。スチー
ル・フラグ・フイールド８４は、複数のユーザが
同じバツフアをスチールするのを阻止するのに用
いられ、Ｗ（ウインドウ）従属カウント・フイー
ルド８４は、後に詳細に説明するように、ユーザ
が然記Ｗブロツクに関連したバツフア内のページ
をゲツトおよび解放するときに増加され減少され
る。 ユーザ（プロセス）１６、１８がバツフア・マ
ネージヤ２０からページを要求するとき、この要
求されたページのデータ・セツト・トークンおよ
びRPNが含まれる。 この値はハツシユ値にハツシユされ、そしてハ
ツシユ・チエイン順方向／逆方向ポインタ・フイ
ールド８２によつて連結されたすべてのＷブロツ
ク７０等が同じハツシユ値を有するものとして探
索される。この動作はルツク・アサイド探索と呼
ばれる。この探索は、当該要求を一致する占有者
データ・セツト・トークン・フイールド８３およ
びRPNフイールド８０を有するＷブロツクが見
つかる場合に成功する。 再び第２図を参照するに、順次プロセス１６か
ら解放されたバツフアはSLRUバツフア・チエイ
ン３６の末尾およびLRUバツフア・チエイン３
４の末尾に置かれ、ランダム・プロセス１８から
解放されたバツフアは通常のLRUバツフア・チ
エイン３４の末尾にのみ置かれる。順次アクセス
要求を満足するのに必要とされるバツフアは、バ
ツフア・チエーン３６上に存在するバツフア数が
順次スチール限界値Ｑよりも大きい場合には、
SLRUバツフア・チエイン３６の先頭から得られ
る。さもなければ、すなわちもしバツフア・チエ
イン３６上のバツフア数がＱよりも大きくなく、
また当該要求がランダムプロセス１８によるアク
セスのためであれば、バツフアは通常のLRUバ
ツフア・チエイン３４の先頭から得られる。 この論理によると、新しい順次式要求につい
て、順次アクセスのために最近に使用されたバツ
フアの方がランダム・アクセスのために最後に使
用されたバツフアよりも高いスチール優先順位が
与えられることになり、しかもその場合に新しい
ランダム要求に対するバツフア・スチール優先順
位が変更されないので、これにより順次プロセス
１６の独占作用を最小化することができる。 順次スチール限界値Ｑは、順次プロセス１６が
時たまライン外のページ・シーケンスに対するネ
ストされた順次アクセスを実行しなければならな
い場合に、再取出し動作を最小限にするのに使用
される。この例として、基本的には集合するのが
時たまライン外の（集合されない）挿入を有する
論理的レコード・シーケンスに続く再構成ユーテ
イリテイ（順次プロセス１６）がある。 メイン・ライン・シーケンスで最後に参照され
たバツフアはライン外のシーケンス要求を満たす
のにスチールされない傾向がある。というのは、
SLRUバツフア・チエイン３６が解放されたばか
りのメイン・ラインLRUシーケンス・バツフア
よりも最近に使用されなかつた十分なバツフアを
有しない限り、SLRUが使用されないからであ
る。Ｑの合理的な値は、順次プロセスの時点に最
も頻繁に予測されたライン外のネステイングのレ
ベル数と、最も頻繁に予測された同時的な順次プ
ロセスの最大数との積として確立されうる。Ｑの
値が、例えば４であれば、合理的な値といえる。 順次プロセス１６がデータベースのデータに対
して遂行されている場合、もしこのデータがその
実際の使用前にDASDのような外部記憶装置であ
るデータベース３０から仮想記憶装置内にあるバ
ツフア・プール１４に、非同期式に事前取出しさ
れるならば、一定の性能上の利点を実現可能であ
る。これらの利点として、入出力バツチ処理によ
る入出力経路長オーバヘツドの減少およびオーバ
ラツプされた入出力による全経過時間の減少があ
る。事前取出しは、バツフア・マネージヤ２０の
ページ・アクセス機能の副次機能として、非同期
式に行われる。 この事前取出しを達成するため、バツフア・プ
ール１４から必要なバツフアを獲得し、それらに
必要なデータベースのページをロードし、そして
それらをLRUステータスに解放する非同期式実
行ユニツトをスケジユーリングすることが行われ
る。必要なバツフアはSLRUバツフア・チエイン
３６からの事前取出しによつてできるだけ多く取
出されるが、バツフアが事前取出しによつて解放
される場合には、これらのバツフアは、LRUバ
ツフア・チエイン３４上にのみ置かれ、SLRUバ
ツフア・チエイン３６上には置かれない。これ
は、ライン外のページ・シーケンスに対するネス
トされた順次アクセスが必要な場合に、まだアク
セスされていない事前取出しされたバツフアの再
取出しを最小限にするために行なわれる。しかし
ながら、事前取出しされたバツフアは、たとえば
順次プロセス１６による個々のアクセス後の解放
時に、SLRUバツフア・チエイン３６上に置かれ
る。事前取出しされたデータを含むバツフアへの
アクセスは、通常のページ・アクセス手順によつ
て行なわれる。本実施例では、事前取出しされた
連続ページ数は64よりも少ない２の累乗である。
この値は事前取出し動作を要求するユーザ（プロ
セス１６、１８）によつて与えられる。 事前取出しは、次に示す条件のすべてが満たさ
れた場合にのみ、バツフア・マネージヤ２０のペ
ージ・アクセス機能によつてスケジユールされ
る。 (a) ユーザは現在要求されているページの順次プ
ロセスを指示する。 (b) 事前取出しページ数の値が指定される。 (c) 現在要求されているページ数（データ・セツ
トの最初のページに対する）は事前取出しペー
ジ数の値によつて平等に分割しうる。これは、
同じ順次プロセスによつて同じページに対する
複数の事前取出しが初期設定されるのを阻止す
るのに必要なトラツキングを避けるために行な
われる。 (d) バツフア・プール１４は再割当可能な十分な
バツフアを有しているので、いくつかのバツフ
アを事前取出しのために使用しても再割当可能
なバツフアの供給が完全に枯渇することはな
い。 (e) 事前取出しが現在のデータ・セツトの物理的
な境界の外側で生じることはない。 事前取出しは現在のページ数＋１で開始する。
事前取出しされる最後のページは次の順次デー
タ・セツト・ページであり、そのページ数は事前
取出しページ数の値によつて平等に分割可能であ
る。従つて、事前取出しシーケンスが初期設定さ
れた後は、後続するすべてのページは、このシー
ケンスが中断されないままでいる限り、アクセス
前に事前取出しされる。 第４図を参照して、バツフア・ステータスおよ
びステータス変更について説明する。ここでは、
(a)ON EBQ、(b)ACTIVE、(c)INACTIVEおよび
(d)STOLENの４つのステータスが示されてい
る。ON EBQ ステータスにあるバツフアは過
剰ウインドウ・ブロツク待行列上のEBQ４８に
よつて表わされ、このバツフアは現在どのデー
タ・ページにも割当てられないので即時に使用す
ることができる。ACTIVEステータスにあるバ
ツフアは、１つまたは２つ以上のデータベース・
プロセツサ（プロセス１６，１８）によつて使用
中であり、ハツシユ・チエイン順方向／逆方向ポ
インタ・フイールド８２およびそれらのWPHブ
ロツク４０中のアンカによつて確立されたルツ
ク・アサイド待行列構造によつて位置指定可能で
ある。INACTIVEステータスにあるバツフア
は、データベースプロセツサ（プロセス１６，１
８）によつて使用中ではないが、ルツク・アサイ
ド・待行列構造によつて指定可能である。 STOLENステータスにあるバツフアは、到来
する要求を異なるデータベース・ページへ再割当
する準備のために、ルツク・アサイド待行列構造
から取除かれる。 ステータス変更Ａ１、Ａ２、Ｓ、Ａ３およびＩ
の５ステータス変更が第４図に示されている。ス
テータス変更A1は、バツフアのステータスが
INACTIVEからACTIVEに移ることを表わし、
これは要求されたページを含むINACTIVEバツ
フアがルツク・アサイド待行列構造を介して見つ
かつたときに生じる。 ステータス変更Ａ２は、バツフアのステータス
がEBQ４８からACTIVEに移行することを表わ
し、これはルツク・アサイド待行列構造で見つか
らなかつたページに対する到来する要求を満たす
のにバツフアが必要とされ、少なくとも１つのバ
ツフアがEBQ４８に存在するときに生じる。前
記バツフアはルツク・アサイド待行列構造に挿入
される。ステータス変更Ｓは、バツフアのステー
タスがINACTIVEからSTOLENに移行すること
を表わす。この状態では、INACTIVEバツフア
はステータス変更Ａ１が生じる前にLRUバツフ
ア・チエイン３４またはSLRUバツフア・チエイ
ン３６の先頭に移動し、ルツク・アサイド待行列
構造によつて見つからなかつたページに対する到
来する要求を満たすためにLRU／SLRUバツフ
ア・チエインおよびルツク・アサイド待行列構造
から現在取除かれつつある。また、到来するペー
ジ要求は、EBQ４８にバツフアがなかつたの
で、ステータス変更A2によつて満足され得なか
つた。ステータス変更Ａ３はバツフアのステータ
スがSTOLENからACTIVEに移行することを表
わす。スチールされたばかりのバツフア（ステー
タス変更Ｓ）はアクテイブ状態になり、ルツク・
アサイド待行列構造に入れられる。ステータス変
更ＩはバツフアのステータスがACTIVEから
INACTIVEに移行することを表わす。バツフ
ア・ユーザのカウントは０に減少されたばかり
で、従つて、バツフアはLRU／SLRUバツフア・
チエイン内で（もしあれば）現在の位置から削除
され、LRUバツフア・チエイン３４の末尾に置
かれ、そして恐らくは、SLRUバツフア・チエイ
ン３６の末尾に置かれる。 以下に示すいくつかの表に、本発明の方法を実
行し本発明の計算装置の特徴を表わす処理手順が
擬似コードで表わされている。当業者には明らか
なように、これらの処理手順を表わすコードは実
行可能なコードに容易に変換可能である。
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】 【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の環境を表わす計算装置を示す
図、第２図は本発明の通常のLRUチエインおよ
びSLRUチエインを示す図、第３図はＷ（ウイン
ドウ）ブロツクを示す図、第４図は第１図のバツ
フア・プールを特徴づけるバツフア状態および状
態変化を示す状態図である。 １０……プロセツサ、１４……バツフア・プー
ル、１６……順次プロセス、１８……ランダム・
プロセス、２０……バツフア・マネージヤ、３０
……データベース、３４……LRUバツフア・チ
エイン、３６……SLRUバツフア・チエイン、４
０……WPHブロツク、４１……EQBアンカ・フ
イールド、４２……カウンタ・フイールド、４３
……SLRU順方向アンカ・フイールド、４４……
SLRU逆方向アンカ・フイールド、４５……LRU
順方向アンカ・フイールド、４６……LRU逆方
向アンカ・フイールド、４８……EBQ、５０…
…Ｗブロツク、５１……WBフラグ・フイール
ド、５２……SLRU次ポインタ・フイールド、５
３……SLRU前ポインタ・フイールド、５４……
LRU次ポインタ・フイールド、５５……LRU前
ポインタ・フイールド、６０……Ｗブロツク、６
１……WBフラグ・フイールド、６２……SLRU
次ポインタ・フイールド、６３……SLRU前ポイ
ンタ・フイールド、６４……LRU次ポインタ・
フイールド、６５……LRU前ポインタ・フイー
ルド、７０……Ｗブロツク、７１……WBフラ
グ・フイールド、７２……SLRU次ポインタ・フ
イールド、７３……SLRU前ポインタ・フイール
ド、７４……LRU次ポインタ・フイールド、７
５……LRU前ポインタ・フイールド、８０……
RPNフイールド、８１……ラツチ・ポインタ・
フイールド、８２……ハツシユ・チエイン順方
向／逆方向ポインタ・フイールド、８３……占有
者データ・セツト・トークン・フイールド、８４
……スチール・フラグ・フイールド、８５……Ｗ
従属カウント・フイールド。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ メイン・プロセツサ、主記憶装置に設けられ
    た複数のバツフアおよび少なくとも１つの外部記
    憶装置を含み、前記メイン・プロセツサはデータ
    ベース・システムの制御下で動作し、該データベ
    ース・システムは前記外部記憶装置から前記バツ
    フアに読込まれたデータ・セツト・ページを順次
    プロセス及びランダム・プロセスの両者による同
    時アクセスのために割当てるバツフア・マネージ
    ヤを含んでいる計算装置の動作方法であつて、 (a) 待行列の値を確立し (b) 通常のLRUバツフア・チエインおよびそれ
    に複写された順次式LRUバツフア・チエイン
    を維持し、 (c) 事前取出しプロセスではない順次プロセスか
    ら解放されたバツフアを前記通常のLRUバツ
    フア・チエイン及び前記順次式LRUバツフ
    ア・チエインの両方に置き、且つランダムプロ
    セスまたは事前取出しプロセスから解放された
    バツフアを前記通常のLRUバツフア・チエイ
    ンのみに置き、 (d) 前記順次式LRUバツフア・チエイン中のバ
    ツフア数が前記待行列の値を越える場合には、
    順次プロセスからのバツフア要求に応答して該
    バツフア・チエイン中の先頭バツフアをスチー
    ルし、そうでない場合には前記通常のLRUバ
    ツフア・チエインから先頭バツフアをスチール
    し、それによつてネストされた順次プロセスで
    利用されるバツフアの反復スチールを阻止する
    ようにした。 ことを特徴とする計算装置の動作方法。
JP58085180A 1982-06-24 1983-05-17 計算装置の動作方法 Granted JPS595483A (ja)

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