JPS63211041A - データのブロツクの転送方法 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はコンピュータ制御プログラム、さらに具体的に
はメモリ管理の目的でストレージとメモリ間でデータの
ページの転送を制御するコンピュータ制御プログラムの
機構に関する。

Ｂ、従来技術 大型の本体制御プログラムにおいて、特に多くの計算エ
ンティティもしくはタスクが形成され。

同時に走行されるこのようなプログラムでは、メモリ管
理は必要な機能である。大型の本体コンピュータ・シス
テムの実メモリでも、特定の時間にシステム上で走行す
る各タスクにサービスするには不十分である。従って、
このような本体コンピューターシステムはページングと
して知られている技法を使用している。

ベージングを行う時は、メモリはページと呼ばれる固定
サイズ、代表的には４キロバイトの単位で管理されてい
る。そして、「活動状態の」ページだけがメモリ中に残
されて、コンピュータ・システムでそのタスクを実行す
る時にプロセッサによって利用されている。所定の規準
に従って、ひんばんには参照されない、もしくはある予
定の期間参照されないページはストレージに転送され。

プロセッサによる、タスクの要求の実行のために必要と
されるデータのページのために、メモリのその区域があ
けられている。

コンピュータはストレージ中のどこに転送されたページ
が実際に存在するかを示すレコードを保持しているので
、もしこのページが、タスクがその後に要求した実行に
必要になる時は、これがストレージから検索でき、メモ
リ中に置戻され、そのタスクの実行中に使用される。

従来技術はベージングを２つの方法で実施している。１
つの方法はスワツピングを伴うＬＬＲＵ（Ｌｏｃａｌ　
Ｌｅａｓｔ　Ｒａｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ）法である。

この方法は個々のユーザのどのページが、所与のユーザ
へのコンピュータ・リソース割当て時間の所定の直前に
時間間隔中、即ちタイム・スライス中に参照されたかを
決定し、これ等の古いページをその後ストレージに転送
するための「スワップ・セット」にグループ化している
。所定の直前の時間間隔もしくはタイム・スライス中に
おいて参照されなかったページは個々にページ化される
。スワップ・セットは、その中の任意の１ページが要求
された時にメモリに転送して戻される。そのアイデアは
これ等のスワップ・セットのページがすべて前に所定の
タイム・スライス中に参照されているので、今度もこれ
等が一緒に必要になる確率が高いという考え方による。

又複数のページをグループもしくはセットとして転送す
ることはページを個々に転送するよりも効率的である。

他の方法はＧ　Ｌ　ＲＵ　（Ｇｌｏｂａｌ　Ｌａａｓｔ
　ＲｅｃｅｎｔｌｙＵｓｅｄ）法である。この方法はユ
ーザもしくは時間スライスの考え方を取入れないで、シ
ステム全体をベースとして大域的に、メモリ中のどのペ
ージが最も最近参照されたかを決定する方法である。

ＧＬＲＵ法は簡潔という長所がある。即ち、この方法は
所有ユーザが誰であるが、その状態がどうであるかに関
与しない、同じく、この方法はその決定をユーザに依存
する考察に基づかないで。

全体としてシステムのメモリの使用を最適化している。

又、この方法は要求によって駆動される、即ち新しいペ
ージのための余地を形成するために。

非参照ページを探すのに要した時間がページ・フレーム
を求める実際の要求に依存するので、システムによる要
求に比例したオーバーヘッドを加える。同じように、メ
モリ中のページがチェックされてこれ等が再参照された
か（従って保持されるか）を決定する速度は要求の関数
として自動的に増大する。

しかしながら、ＧＬＲＵ法は本来一時にページを選択し
、物理的なスワツピングの利点が与えられていない、即
ち、ページはユーザによる関係及び−緒に使用する尤度
といった効率を主体としたある種の機構中ではメモリか
ら取出され、その後戻されるために一緒にはグループ化
されない。

ＬＬＲＵ法は容易にスワツピングの利点を与えることが
できる。それはシステムが一時に１ユーザを眺めて、ス
ワップ・セット中にユーザに依存した組織を与えるから
である。しかしながら、ＬＬＲＵ法の一部は要求駆動さ
れる。即ち、これはスワップ・セットの形成のための計
画に比較的一定のオーバーヘッドを与える。即ち、これ
はスワップ・セットの形成によって表わされたフレーム
が実際に要求されたかどうか、即ちフレーム中に存在す
るページがストレージに転送されてメモリに置かれる必
要のあるページのための余地をつくらなければならない
かどうかに依存しない、さらに、基準の決定がなされる
期間がシステムの要求と結びつけられず、必要とされる
時間に影響を与えるプログラム振舞いの認識にも結びつ
けられない。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本発明の目的は大型本体コンピュータ・システムによっ
て課せられるオーバーヘッドの条件を最小にしたより効
率的なシステムを与えるためのぺ−フラグを改良する方
法を与えることにある。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明はメモリ、ストレージ及びプロセッサを有するコ
ンピュータを有し、複数のシステム計算エンティティの
ためのタスクの実行を制御する制御システム中に、スト
レージ及びメモリ間でデータを転送して現在のシステム
の処理要件に必要とされるデータのページのみをメモリ
中に保持する方法を与える。

本発明に従う方法では、メモリ中の予定の先行時間内で
参照されないページが、システム全体を基準として識別
される。最後にメモリに書込まれて以来、これ等の識別
されたページから選択されたページは参照エンティティ
によってグループ化される。これ等のセットは次にスト
レージに転送され、セット中のページの任意のページが
システムによってメモリ中に使用される時にセットとし
て後に検索される。

本発明は大域的な方法の利点をスワツピングの利点とを
組合せる。メモリのシステム全体とじての最適化は一時
に１ユーザに選択を制限しないことによって与えられる
。ページ選択は大域的であるので１本発明の方法は基本
的には要求駆動型である。大域的に選択されたページだ
けが次にユーザによってグループ化され、スワツピング
の長所が与えられる。

Ｅ、実施例 好ましい実施例は上述の従来のページング機構のより詳
細な説明を背景とする時に容易に理解されよう、従って
、従来のページング機構の背景的説−を行う。

次の表はＬＬＲＵのためのページング決定機構を示す、
オペレーテング・システムはこれ等の決定を使用して非
活動状態のページをメモリがら移動して、メモリ中にス
ペースを割当てる。この機構は一時に１つの計算エンテ
ィティ（ユーザのような）について、ページの参照の具
合を検べることによって動作する。コンピューターリソ
ースの割合で期間即ち時間スライスの始めに、１人のユ
ーザの駐在ページは現在参照されていないとフラグされ
る。従って時間が経つにつれ、どのページが参照されな
かったか、又とのページがこの時間スライス中に実際に
アクチブに使用中であるか、即ち最近参照されたかが発
見される。

表 表の第１欄は個人ユーザの９ページの各々を示している
。ページ１乃至５は時間スライスの始めに駐在している
がページ６乃至９はこの時間スライスの始めの若干後、
ただしこの時間スライスの終りの前にフェッチされてい
る。第２欄は時間スライスの始めのページ１−５のステ
ータスを示している。各ページは上述のように未参照と
フラグされている。第３欄は時間スライスの終りのペー
ジ１−９のステータスを示し、ＬＬＲＵに従いページに
関して決定がなされている。ページ１及び２は時間スラ
イス中には参照されていない、これ等はトリム（削減）
リストに送られ、次に個々にＤＡＳＤ（直接アクセス記
憶装置）にページ・アウトされる途中の中間ステップで
あるフラッシュ・リストに直ちに送られる。この動作に
ついて、以下に詳細に説明する。

時間スライスの終りに、参照されたとしてフラグされて
いるページ、＠在の例ではページ３．４゜５．７．８及
び９は作業セット・リスト上に置かれ９次に直ちに２つ
のスワップ待ち行列（対話型もしくは非対話型）の１つ
上に置かれる。スワップ待ち行列上のページはフラッシ
ュ・リスト上のこれ等のページよりも長く記憶させるた
めのものである。この動作を生ずる機構を第２図に関連
して以下に説明する。駐在時間の差は統計的に、最近使
用されたページが使用され続ける可能性が高いという事
実を反映している。

あるページは時間スライス中にメモリ中にもたらされる
が、時間スライス中には参照されることがないこと、こ
のページはそのスワップ・セット中の他のページが参照
されたためにスワップ・セットの一部としてメモリ中に
もたらされたものであることに注意されたい、従って１
合乗り（ｂｒｏｕｇｈｔ　ａｌｏｎｇ　ｆｏｒ　ｔｈｅ
　ｒｉｄｅ）でもたらされたスワップ・セット中の１乃
至それ以上のページはこの時間スライス中は参照されな
いであろう。

第２図は上記表に関連して説明された決定過程に従って
選択されるページの経路を示すブロック図を示す、すべ
ての場合に、メモリ中に使用されるようになるページは
フリー（空き）・リストから選択される。フリー・リス
トの補充はいくつかのソースから、特定の順序でなされ
る。フリー・リストの補充のための第１の選択ページは
スワップ待ち行列１２．１４から選択されるページであ
る。

スワップ待ち行列中のページは所定のインストレージョ
ン設定時間リミットよりも長い経過時間二二に留ってい
る。この例では対話型スワップ待ち行列１２には１０秒
の時間リミット及び非対話型スワップ待ち行列１４には
２秒が与えられている。

１０秒よりも長く存在した、対話型スワップ待ち行列１
２上のページは自動的に非対話型スワップ待ち行列１４
に転送される。従って第１の選択ページは実際は非対話
型スワップ待ち行列１４から到来する。この第１の選択
ソースは線１６によって示されている。スワップ待ち行
列１２．１４は一般に知られている個々のユーザに関連
する作業セット・リスト３４から供給される。

予備知識として、ユーザは一般に知られているシステム
・スケジューラによって対話型もしくは非対話型として
分類されている。会話型ユーザは代表的には現実に端末
に座っていて、システムの迅速な応答を待っている人間
のオペレータによって走行されているマシンである。非
対話型のユーザは比較的長時間かかることが知られてい
て、対話型のユーザのシステムに特性よりも迅速なシス
テム応答が重要でないタスクを走行させているマシンで
ある。

第２図に示した待ち行列１２及び１４の場合のように、
対話型及び非対話型ユーザのための別個の待ち行列を与
え、上述のように駐在時間リミットをセット・アップす
ることによって、対話型ユーザのスワップ・セット形成
のために選択された参照ページが非対話型ユーザの参照
ページよりも長くメモリ中に駐在するようになる。これ
によって、ユーザに通常の速度においてキーボードで動
作している時にユーザが使用しているページがＤＡＳＤ
にスワップ・アウトされる尤度が最小になり対話型ユー
ザのサービス時間が改警される。

フリー・リスト１０を補充するための第２の選択ページ
はフラッシュ・リスト１８からのページである。このペ
ージ・ソースは表に関連して説明されたようにトリミン
グされた未参照ページから主に構成されている。これ等
のページは又は会話型ユーザのページのフラッシュ争リ
スト１８の前端に置き、非対話型のユーザのページを後
端に置くことによって、対話型もしくは非対話型ユーザ
のどちらからトリミングされたかに従い分類される。こ
れによって対話型ユーザの未参照ページのためのメモリ
中の駐在時間がわずかに延びる。

フリー・リスト１０のための第３及び第４の選択ページ
の補充はフラッシュ・リスト１８が空になった後にのみ
呼び出される。第３の選択ページは非対話型のスワップ
可能ページであり１年令順に、古いページを最初に、最
新のページが最後に選択される。

非対話型スワップ待ち行列１４が空である時は。

待ち行列１２中めスワップ可能なページである第４の選
択が呼び出される。これ等のページは又年令の順に、最
古のページを最初に、最新のものが最後に選択される。

これによってメモリに長く会話型ユーザのページを保持
するという優先権が機構中に具体化される。

フリー・リスト１０を補充するための第５の選択、ペー
ジはコア・テーブル走査２６から到来する０時として、
緊急状態では前に説明した機構のどれもフリー・リスト
１０を補充する十分なページを与えることができないこ
とがある。この場合、利用可能な任意のページが選択さ
れて、フリー・リスト１０上に置かれる。ページが利用
可能でない主な理由はＩ１０１００ためにロックされて
いることである。たとえば、このようなページは非同期
的にデータをそのページから出入し、Ｉ１０１００完了
する迄メモリから取出すことはできない。

最後に、フラッシュ・リスト１８のための他のページの
ソースは可処分ページ・コレクタ３０である。あるペー
ジは単に上記のカテゴリに分類できない、可処分ページ
・コレクタ３０は１分間等後に参照されなかったこのよ
うなページを集める。

これ等のページは次にフラッシュ・リスト１８上に置か
れる。

さらに詳細な背景的説明はＩＢＭ仮想マシン／システム
・プロダクト・ハイ・バホーマンス・オプション、リリ
ース４．２マニユアル中に見られる。たとえばＩＢＭ仮
想マシン／システム・プロダクト・ハイ・バホーマンス
・オプション、システム・ロジック及び問題決定入門編
−ＣＰ、リリース４．２、ドキュ、メント・ナンバＬＹ
２０−０８９７−６の特に第３章を参照されたい。これ
等のマニュアルは米国ペンシルバニア州メカニツクスバ
ーグのＩＢＭ社から発売されている。

上述のマニュアルは、スワツピングを使用する従来のＬ
ＬＲＵ機構を説明している。上述した他の従来技術のペ
ージング機構はスワツピングを使用しないＧＬＲＵであ
る。ＧＬＲＵはＬＬＲＵと較べて極めて簡単であるメモ
リ中のページはどのページが参照され、どのページが参
照されなかったかを知らせるコア・テーブル走査機構に
よって単に走査されるだけである。この走査機構がメモ
リ中のすべてのページを順次に循環的に走査する時、調
べるページが参照とマークされているたびに、このペー
ジは駐在状態に留められる。もしページが未だ参照され
ていない場合には、そのページ中の情報がすでに外部ス
トレージ装置上に存在する時は直ちに、たとえばメモリ
中に存在する間に修正されている場合にはこれを外部ス
トレージにコピーした後にページがフリー・リスト上に
置かれる。走査機構が、あるページが参照されていて駐
在状態に留まることを検出すると、機構は参照ビットを
リセットする。後に走査が循環してこのページに戻ると
、このページが走査された最後の時間からこのページが
再び参照されたかどうかについての判断が再びなされる
。もしこのページが再び参照されていると、このページ
は依然アクティブであり、駐在状態に留まる。しかしな
がら、このページが最後の走査後未参照のままならば、
このページはフリー・リストの再補充のために選択でき
る。

ＧＬＲＵ機構の利点の１つはその簡潔性にある。

これはユーザのクラス間もしくはユーザとシステム・ペ
ージ間を区別せずインストレータはたとえば待ち行列の
駐在時間のための時間リミットを選択する必要がない、
フリー・リスト上に置くために選択されたページの時間
リミットはシステムにかかる負担の関数である。このと
き、負担が軽いためにフリー・リストのためのページが
必要でない、コア・テーブル走査は単に停止するだけで
よく、そのためのオーバーヘッドは存在しない、ロード
が増大すると、ページを必要とする割合いが増大し、こ
れ等のページをストレージに転送可能にするコア・テー
ブル走査の速度に直接影響を与える。

従って、一方では、ＧＬＲＵによって、フリー・リスト
に置くためのページを選択するのに含まれるオーバーヘ
ッドがほとんどない効果的な要求駆動が与えられる。Ｌ
ＬＲＵと比べて、ＧＩ、ＲＵはほとんどオーバーヘッド
がない、ＧＬＲＵはページを作業セット・リスト上にバ
ンドリング（一括）するといった事柄に関連するオーバ
ーヘッドがない、ＬＬＲＵではこのバンドリング及びペ
ージのあちこちの移動は究極的にフリー・リスト上に臘
かれない多くのページについて、もしくは究極的にフリ
ー・リスト上に置かれる場合でも新しいユーザによって
使用するために利用可能になる前に再要求される多くの
ページについて生ずることに注意されたい、他方スワツ
ピングは、２重の利点を与える。１つの利点は、たとえ
ば１ページでなく１０ページが１回の動作で移動される
と、可動ヘッドＤＡＳＤ装置の使用がより効果的になる
ことである。装置の探索時間及びアクセス時間のための
主要な遅延、並びに必要な最初のページに達する迄の回
転遅延は、これ等の１０ページで分担される。第２の利
点はＣＰＵ時間にある。スワップ・セット形成のための
機構が良好であるとして。

スワップ・セットにたとえば１０ページを入れると、−
緒に使用される必要が実際にあるページが一回の動作で
入力でき、システムはこれ等の他のページを入力する際
のページの水圧を管理する手間かはぶかれる。

第１回は本発明の好ましい実施例の流れ図である。好ま
しい実施例は従来のＧＬＲＵ機構をさらに簡単にしたも
のであるが、又スワツピング機構を含む、しかしながら
このスワツピング機構は従来のスワツピング機構とは異
なる。

最初の判断ブロック１００はコア・テーブル走査機構を
介してなされる判断である。換言すると。

この拘断は時間スライスを考慮に入れる判断ではない、
この判断はコア・テーブル走査機構がページを調べた最
後の時間以来、そのページが参照されたかどうかを基準
にして行われる。もしこのページが参照とマークされて
いると、システムはこのページを保存し１次に進む、し
かしながらページが参照とマークされていないと、シス
テムはこのページをメモリの外に移動する。しかしなが
ら、移動する前にシステムはさらに照合１０６を行って
、このページが駐在する間にかつて参照されたことがあ
るかどうかを尋ねる。あるページはこれ等が特に特定の
時間に必要になったという理由でなく、必要になったペ
ージが存在するセットの一部であるという理由で、スワ
ツピング機構によってメモリ中にもたらされることもあ
ることを想起されたい、これ等のヒツチハイカー（ｈｉ
ｔｃｈｈｉｋｅｒ）・ページはメモリ中にもたらされた
後に参照もしくは参照されなかったりする。もしこのペ
ージが参照されたことがないことが見出されると、スワ
ツピングされる必要はなかったので、一般に知られてい
るページング機構によって個々にページングしてよいこ
とになる。この判断を無効にするには。

ＳＥＴ　　ＭＩＮＷＳ指令を使用してこれ等のヒツチハ
イカー・ページを現在のスワップ（取りかえ）・セット
に含める。しかしながらこのページが駐在中に参照され
ていると、このページはこのようなページのグループを
集めて、物理的なスワップ・セットを形成する意図を反
映して、ユーザの作業セット・リスト上に置く。

これはページを１つの時間スライスの終りにユーザの作
業セット・リスト上に置〈従来のＬＬＲＵと対照的であ
る。このようなページはその後。

必要に応じて仮想アドレスに従って、セット中に集めら
れる。この手段は長所であったり、なかったりする０本
発明の好ましい実施例に従えば１作業セット・リストに
よってスワップ・セットに集められたページはほとんど
一時的なものにすぎず。

再び一緒に参照される可能性の高いページを集めるため
のものと考えることができる。

ページは一般に知られている技術によって所有中のユー
ザの作業リスト上に置かれる。このような具体化によっ
て著しい利点が得られることに注意されたい、従来技術
機構は作業セット・リストを形成し、保持するために、
物理的にこれ等のセットをスワツピングするために存在
する。たとえばＨＰＯはこのような機構を含んでいる。

さらに詳細は上述のＩＢＭのテキストを参照されたい。

本発明の好ましい実施例においては、スワツピングの判
断と参照の判断は別であるが、スワツピング機構を有す
る従来のＬＬＲＵではこの判断は実質上同じである。こ
れによってページング、特にスワツピングを含むページ
ングのオーバーヘッドの結果に著しい改良が得られる。

好ましい実施例においては、ページがスワツピングのた
めに選択された場合には、実際にはこれ等はバンドル・
アップされて（一括されて）、はとんど直ちにスワップ
・アウトされる。上述のように、スワツピングの有する
ＬＬＲＵでは、スワツピングするためのページを識別し
、これ等のページを作業セット・リスト上に置くのにお
びただしいオーバーヘッドを資すが、これ等のページは
これ等のページがこのように処理された時間スライスに
続いて、最終的にスワップされることはない、それはセ
ット中のページが比較まもなくシステムによって必要に
なるからである。このような事態は本発明の好ましい実
施例によってほとんど除去される。それは作業セット・
リスト中に駐在するページのための経過時間がかなり減
少するからである。

さらに１本発明の好ましい実施例の具体化は、−原本発
明の原理を理解すると、かなり簡単になる。それは具体
化する必要な部品機構がコア・テーブル走査機構、フラ
ッシュ・リスト及び論理待ち行列のような従来技術に見
出されるものであるからである。

好ましい実施例の擬似コードは次の通りである。

実メモリの各ページについて５次を実行せよ。

ｉｆ選択のために利用可能なページがなければ。

これをスキップせよ； ページが最近参照されておれば、次を実行せよ； これ迄に参照されたページはセットせよ；最近参照され
なかったページをセットせよ；このページをスキップせ
よ（駐在状態に保持せよ） ｅｌｓｅ　（最近参照されなかったページについて）次
を実行せよ；　（註−ページが選択され、実メモリから
外部に移動される） ｉｆかって参照されていなければ１次を実行せよ、 （このページはスワップ・セット上で使用しない） ｉｆページが変更していれば１次に（最初単一−ページ
−アウトに書込み１次にフリーリストに書込め） ｅｌｓｅ直接フリー・リスト上に置け １ｆフリー・リストが補充されておれば、脱出せよ ｅｎｄ　； ｉｆ前に参照されておれば１次にこれを実行せよ、 ｉｆプライベートなユーザ・ページ、上述のような単一
ページでなければ、 このページを論理的にスワップして、これを同じユーザ
のための論理的にスワップさ　　ｊれている他のページ
のリスト上に集める。　　　′ｉｆスワップ・セットが
充満するか、このペ　　ミーンがユーザの有する最後の
スワップできるページであるならば、次を実行せよ；１
つのスワップ・セットをＤＡＳＤに物理的にスワップせ
よ； フリー・リストが補充されると、脱出せよ； ａｎｄ　： ｅｎｄ　； Ｆ０発明の効果 本発明に従い、大型本体コンピュータ・システムによっ
て課せられるオーバーヘッドの条件が最小になるより効
率的なシステムを与えるためのベージングを改良する方
法が与えられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の好ましい実施例の流れ図で５る。第
２図は従来技術のＬＬＲＵ機構に従う。 （モリからページジグするように選択されたべ一７の後
処理を示すブロック図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 メモリ、ストレージ及びプロセッサを有し、複数個のシ
   ステム計算エンティティについてのタスクの実行を制御
   する制御システムにおいて、ストレージとメモリ間でデ
   ータのブロックを転送して現在のシステムの処理要求に
   必要なデータのブロックだけをメモリ中に保持する方法
   であつて、（ａ）上記メモリ中に、システム全体をベー
   スとして予定の先行時間間隔内に参照されなかつたデー
   タのブロックを識別し、 （ｂ）エンティティを参照することによつて、メモリ中
   に最後に書込まれて以来参照されたデータのブロックを
   上記識別されたブロックから選択して、セットにグルー
   プ化し、 （ｃ）上記ブロックのセットを上記ストレージに転送し
   て、上記セット中の上記ブロックの任意の一つがシステ
   ムによつてメモリ中で使用するために必要になつた時に
   後に検索できるようにする段階を有する、 データのブロックの転送方法。