JPH0830494A - システム性能をプロファイルするための割り込みベースのハードウエア・サポート - Google Patents
システム性能をプロファイルするための割り込みベースのハードウエア・サポートInfo
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- JPH0830494A JPH0830494A JP7152957A JP15295795A JPH0830494A JP H0830494 A JPH0830494 A JP H0830494A JP 7152957 A JP7152957 A JP 7152957A JP 15295795 A JP15295795 A JP 15295795A JP H0830494 A JPH0830494 A JP H0830494A
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
- Devices For Executing Special Programs (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 オペレーションを邪魔することなくシステム
状態をサンプリングするシステム・プロファイラを提供
する。 【構成】 カウンタが比較値と一致したときプロセッサ
が割り込まれるように、比較レジスタと割り込みライン
を有するキャッシュ・ミス・カウンタを増加することに
より、システム状態をサンプルでき、特定のプロセス、
手続、コール・スタック、アドレスまたはシステム状態
のユーザに画定される面に関連させるキャッシュ・ミス
・プロファイルを展開できる。この着想は、ｓｕｎ Ｓ
ｐａｒｃ１０／４１上のデータ・ストール・サイクル、
第１レベルのキャッシュ・ミスおよび第２レベルのミス
をプロファイルするＭｐｒｏｆプロトタイプで実施され
る。単純なケーススタディが、Ｍｐｒｏｆの特徴を示す
ように提供される。
状態をサンプリングするシステム・プロファイラを提供
する。 【構成】 カウンタが比較値と一致したときプロセッサ
が割り込まれるように、比較レジスタと割り込みライン
を有するキャッシュ・ミス・カウンタを増加することに
より、システム状態をサンプルでき、特定のプロセス、
手続、コール・スタック、アドレスまたはシステム状態
のユーザに画定される面に関連させるキャッシュ・ミス
・プロファイルを展開できる。この着想は、ｓｕｎ Ｓ
ｐａｒｃ１０／４１上のデータ・ストール・サイクル、
第１レベルのキャッシュ・ミスおよび第２レベルのミス
をプロファイルするＭｐｒｏｆプロトタイプで実施され
る。単純なケーススタディが、Ｍｐｒｏｆの特徴を示す
ように提供される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的にコンピュータ
性能最適化に関し、特に、コンピュータ・システムの性
能プロファイリングに関する。
性能最適化に関し、特に、コンピュータ・システムの性
能プロファイリングに関する。
【０００２】
【従来の技術】高いクロック周波数やスーパースカラー
技術により促進されて、プロセッサの速度は、メモリ・
システムの性能の改良よりも早い速度で成長を続けてい
る。この傾向を反映して、さまざまな技法が、このよう
な性能の遅れを補うために実施されてきた。コンピュー
タ・システムの設計技師達によって実施された技法とし
て、メモリシステム性能における遅れをカバーするた
め、さらに複雑なメモリ階層を開発したものがある。コ
ンパイラライター達により実施された別の技法として、
複雑なメモリ階層をより良く活用するために、局所強調
変換（locality-enhancing transformations）を追加し
たものがある。アプリケーションのプログラマー達によ
り実施された更に別の技法として、メモリ・システムを
活用するために、アルゴリズムを再コード化したものが
ある。
技術により促進されて、プロセッサの速度は、メモリ・
システムの性能の改良よりも早い速度で成長を続けてい
る。この傾向を反映して、さまざまな技法が、このよう
な性能の遅れを補うために実施されてきた。コンピュー
タ・システムの設計技師達によって実施された技法とし
て、メモリシステム性能における遅れをカバーするた
め、さらに複雑なメモリ階層を開発したものがある。コ
ンパイラライター達により実施された別の技法として、
複雑なメモリ階層をより良く活用するために、局所強調
変換（locality-enhancing transformations）を追加し
たものがある。アプリケーションのプログラマー達によ
り実施された更に別の技法として、メモリ・システムを
活用するために、アルゴリズムを再コード化したものが
ある。
【０００３】上述の技法は、すべて、特別な最適化を導
くため、メモリ・システムの挙動に関しての経験的デー
タを必要とするものである。現在、経験的データの必要
を満たすように、メモリ・システム性能をプロファイル
するためのハードウエア・サポートを提供する数多くの
マイクロプロセッサやワークステーションの販売業者が
存在する。例えば、Ｉｎｔｅｌ Ｐｅｎｔｉｕｍのマイ
クロプロセッサやＳｕｎ Ｓｐａｒｃ １０´やＳｐａ
ｒｃＣｅｎｔｅｒ １０００´ｓにおけるＳｕｎ ＥＣ
ａｃｈｅ（外部キャッシュ）の制御装置は、キャッシュ
・ミス・カウントレジスタの性能を備えている。
くため、メモリ・システムの挙動に関しての経験的デー
タを必要とするものである。現在、経験的データの必要
を満たすように、メモリ・システム性能をプロファイル
するためのハードウエア・サポートを提供する数多くの
マイクロプロセッサやワークステーションの販売業者が
存在する。例えば、Ｉｎｔｅｌ Ｐｅｎｔｉｕｍのマイ
クロプロセッサやＳｕｎ Ｓｐａｒｃ １０´やＳｐａ
ｒｃＣｅｎｔｅｒ １０００´ｓにおけるＳｕｎ ＥＣ
ａｃｈｅ（外部キャッシュ）の制御装置は、キャッシュ
・ミス・カウントレジスタの性能を備えている。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ところで、これらの単
純なカウンタは、メモリ・システム活用の理解に対する
第１のステップを提供する一方、キャッシュ・ミス・カ
ウント・レジスタの活用には多くの欠点が存在する。特
に、単純なキャッシュ・ミス・カウンタは、キャッシュ
・ミスを招くソフトウエアの特定の部分に対するキャッ
シュ作用に直接関係しない。その代わり、それらは集約
したミスの数を示すだけである。この情報は、しかしな
がら、どのプロセス、手続きまたはデータ構造がミスの
原因であるかを示さないものである。よって、システム
の性能を邪魔することなしに、キャッシュ・ミスを特定
のプロセス、手続き、手続きコールスタック、およびシ
ステム状態のユーザに規定される点に関連させるキャッ
シュ・ミス・プロファイルを展開するための、メモリ・
システムの性能データを得る手段が必要とされる。
純なカウンタは、メモリ・システム活用の理解に対する
第１のステップを提供する一方、キャッシュ・ミス・カ
ウント・レジスタの活用には多くの欠点が存在する。特
に、単純なキャッシュ・ミス・カウンタは、キャッシュ
・ミスを招くソフトウエアの特定の部分に対するキャッ
シュ作用に直接関係しない。その代わり、それらは集約
したミスの数を示すだけである。この情報は、しかしな
がら、どのプロセス、手続きまたはデータ構造がミスの
原因であるかを示さないものである。よって、システム
の性能を邪魔することなしに、キャッシュ・ミスを特定
のプロセス、手続き、手続きコールスタック、およびシ
ステム状態のユーザに規定される点に関連させるキャッ
シュ・ミス・プロファイルを展開するための、メモリ・
システムの性能データを得る手段が必要とされる。
【０００５】
【課題を解決するための手段】本発明は、コンピュータ
・システムをプロファイルするためのシステムおよび方
法である。本発明は、比較レジスタおよび割り込みライ
ンで補われたキャッシュ・ミス・カウンタによって生成
された割り込みを用いてシステム状態をサンプリングす
るシステム・プロファイラのインプリメンテーションで
ある。本発明の利点のひとつは、キャッシュ・カウント
が比較レジスタに記憶された所定の値と一致する場合、
プロセッサを中断する能力を有することである。従来の
方法に対するこの改良により、本発明は、所定数のキャ
ッシュ・ミスもしくはキャッシュ・ストール・サイクル
でプロセッサの状態をサンプリングすることができる。
・システムをプロファイルするためのシステムおよび方
法である。本発明は、比較レジスタおよび割り込みライ
ンで補われたキャッシュ・ミス・カウンタによって生成
された割り込みを用いてシステム状態をサンプリングす
るシステム・プロファイラのインプリメンテーションで
ある。本発明の利点のひとつは、キャッシュ・カウント
が比較レジスタに記憶された所定の値と一致する場合、
プロセッサを中断する能力を有することである。従来の
方法に対するこの改良により、本発明は、所定数のキャ
ッシュ・ミスもしくはキャッシュ・ストール・サイクル
でプロセッサの状態をサンプリングすることができる。
【０００６】本発明の別の利点は、性能障害の隔離、並
びにアーキテクチャ、作動システム、コンパイラおよび
アプリケーションの最適化をガイドする際に重要な補助
を提供できることである。本発明のさらに別の利点は、
メモリ・システム性能を理解するためのハードウエアお
よびソフトウエアの従来の方法よりも、速度と精度と柔
軟性と移植性と拡張性とにおいてより良い方法を提供す
るサンプリング方法のインプリメンテーションにある。
本発明の別の特徴および利点は、本発明のさまざまな実
施例の構造および作用とともに、添付の図面を参照して
以下に詳しく述べられている。
びにアーキテクチャ、作動システム、コンパイラおよび
アプリケーションの最適化をガイドする際に重要な補助
を提供できることである。本発明のさらに別の利点は、
メモリ・システム性能を理解するためのハードウエアお
よびソフトウエアの従来の方法よりも、速度と精度と柔
軟性と移植性と拡張性とにおいてより良い方法を提供す
るサンプリング方法のインプリメンテーションにある。
本発明の別の特徴および利点は、本発明のさまざまな実
施例の構造および作用とともに、添付の図面を参照して
以下に詳しく述べられている。
【０００７】
【実施例】以下に、本発明を添付図面を参照して説明す
る。図中、同様な参照符号は、同じもしくは機能的に同
様の要素を示す。更に、符号の最も左の数字は参照符号
が最初に現われる図面を識別するためのものである。
る。図中、同様な参照符号は、同じもしくは機能的に同
様の要素を示す。更に、符号の最も左の数字は参照符号
が最初に現われる図面を識別するためのものである。
【０００８】Ａ．導入 本発明は、コンピュータ・システム性能をプロファイル
するためのシステムおよび方法である。本発明は、比較
レジスタおよび割り込みラインで補われたロード可能デ
クレメンター・キャッシュ・ミス・カウンタによって生
成された割り込みを用いて、システム状態をサンプリン
グする、Ｍｐｒｆと称される、メモリ・システム・プロ
ファイラとして実施される。最初にまず、メモリ・シス
テム・プロファイリングの使用、および、メモリ・シス
テム性能を理解するための従来の方法が不適切である理
由を述べる。次いで、好ましいハードウエアのインプリ
メンテーションおよび別の実施例と共に、メモリ・シス
テムをプロファイルする本発明のアプリケーションを説
明する。また最後に、プロファイルがどのようにＳｐａ
ｒｃ１０／４１のキャッシュ階層のアプリケーションを
最適にするように用いられるかを例示するためのケース
スタディを提示する。
するためのシステムおよび方法である。本発明は、比較
レジスタおよび割り込みラインで補われたロード可能デ
クレメンター・キャッシュ・ミス・カウンタによって生
成された割り込みを用いて、システム状態をサンプリン
グする、Ｍｐｒｆと称される、メモリ・システム・プロ
ファイラとして実施される。最初にまず、メモリ・シス
テム・プロファイリングの使用、および、メモリ・シス
テム性能を理解するための従来の方法が不適切である理
由を述べる。次いで、好ましいハードウエアのインプリ
メンテーションおよび別の実施例と共に、メモリ・シス
テムをプロファイルする本発明のアプリケーションを説
明する。また最後に、プロファイルがどのようにＳｐａ
ｒｃ１０／４１のキャッシュ階層のアプリケーションを
最適にするように用いられるかを例示するためのケース
スタディを提示する。
【０００９】Ｂ．メモリ・プロファイルの使用 メモリ・システム・プロファイルは、性能障害の隔離、
および、アーキテクチャとオペレーション・システムと
コンパイラとアプリケーションとの最適化の導きにおい
て重要な助けを提供することができる。多重レベルのキ
ャッシュ階層、書き込みバッファ、命令先取り部、バン
ク・メモリおよび高性能相互接続ネットワークを有する
メモリ・システムは、当り前となってきている。キャッ
シュ可干渉性マルチプロセッサが「デスクトップ」ワー
クステーションとして市販されている一方、商品パーソ
ナル・コンピュータの特徴は、第１および第２のキャッ
シュである。これらのシステムにおける複素数メモリ階
層は、設計技師により設計される。重要なベンチマーク
・アプリケーションのメモリ参照特徴を識別し、且つ、
メモリ・システムを最適化し、それらのキープログラム
のための性能を発生する。
および、アーキテクチャとオペレーション・システムと
コンパイラとアプリケーションとの最適化の導きにおい
て重要な助けを提供することができる。多重レベルのキ
ャッシュ階層、書き込みバッファ、命令先取り部、バン
ク・メモリおよび高性能相互接続ネットワークを有する
メモリ・システムは、当り前となってきている。キャッ
シュ可干渉性マルチプロセッサが「デスクトップ」ワー
クステーションとして市販されている一方、商品パーソ
ナル・コンピュータの特徴は、第１および第２のキャッ
シュである。これらのシステムにおける複素数メモリ階
層は、設計技師により設計される。重要なベンチマーク
・アプリケーションのメモリ参照特徴を識別し、且つ、
メモリ・システムを最適化し、それらのキープログラム
のための性能を発生する。
【００１０】一度、設計技師が特定の参照パターンのた
めのメモリ階層を最適化した後は、無理にアプリケーシ
ョンをこれらのパターンへ入れるよう試みるのはソフト
ウエアの開発者次第である。コンパイラ変換が、ループ
ネストを再命令および阻止することにより、データ・キ
ャッシュ活用を増加することができ、また、必要となる
前に注意深くデータを前もって取り出すことによりメモ
リ待ち時間を隠すことでき、基本ブロックを再命令する
ことにより命令キャッシュ性能を改善できるという最近
の研究が実証された。ループネストを再命令および阻止
することによりデータ・キャッシュ活用を増加すること
ができるコンパイラ変換の説明は、プログラム言語設計
およびインプリメンテーション（Programming Language
Designand Implementation）（１９９１年）のＡＣ
Ｍ’９１会議、議事録内３０〜４４ページ、ウォルフ
（Wolf）等の「データ位置最適化アルゴリズム（A Data
Locality Optimizing Algorithm）」を参照のこと。必
要となる前に注意深くデータを前もって取り出すことに
よりメモリ待ち時間を隠すことのできるコンパイラ変換
の説明は、プログラム言語およびオペレーティング・シ
ステムのためのアーキテクチャによるサポート（Archit
ectural Support for Programming Language andOperat
ing Systems）（１９９２年）における第５回国際会
議、議事録内６２〜７３ページ、モウリイ（Mowry ）等
の「前取り出しのためのコンパイラ・アルゴリズムの設
計と評価（Design and Evaluation of a Compiler Algo
rithm for Prefetching ）」を参照のこと。そのすべて
は、ここに参照により組み込まれる。
めのメモリ階層を最適化した後は、無理にアプリケーシ
ョンをこれらのパターンへ入れるよう試みるのはソフト
ウエアの開発者次第である。コンパイラ変換が、ループ
ネストを再命令および阻止することにより、データ・キ
ャッシュ活用を増加することができ、また、必要となる
前に注意深くデータを前もって取り出すことによりメモ
リ待ち時間を隠すことでき、基本ブロックを再命令する
ことにより命令キャッシュ性能を改善できるという最近
の研究が実証された。ループネストを再命令および阻止
することによりデータ・キャッシュ活用を増加すること
ができるコンパイラ変換の説明は、プログラム言語設計
およびインプリメンテーション（Programming Language
Designand Implementation）（１９９１年）のＡＣ
Ｍ’９１会議、議事録内３０〜４４ページ、ウォルフ
（Wolf）等の「データ位置最適化アルゴリズム（A Data
Locality Optimizing Algorithm）」を参照のこと。必
要となる前に注意深くデータを前もって取り出すことに
よりメモリ待ち時間を隠すことのできるコンパイラ変換
の説明は、プログラム言語およびオペレーティング・シ
ステムのためのアーキテクチャによるサポート（Archit
ectural Support for Programming Language andOperat
ing Systems）（１９９２年）における第５回国際会
議、議事録内６２〜７３ページ、モウリイ（Mowry ）等
の「前取り出しのためのコンパイラ・アルゴリズムの設
計と評価（Design and Evaluation of a Compiler Algo
rithm for Prefetching ）」を参照のこと。そのすべて
は、ここに参照により組み込まれる。
【００１１】基本ブロックを再命令することにより命令
キャッシュ性能を改善することができるコンパイラ変換
の説明は、第３回ＡＳＰＬＯＳ（１９８９年）の議事録
内１８３〜９３ページ、マックファーリング、Ｓ（McFa
rling, S. ）の「命令キャッシュのプログラム最適化
（Program Optimization for Instruction Caches
）」；プログラム言語設計およびインプリメンテーシ
ョン（Programming Language Design and Implementati
on）（１９９０年）のＡＣＭ’９０会議、議事録内１６
〜２７ページ、ペティス（Pettis）等の「プロファイル
案内コード位置決め（Profile Guided Code Positionin
g ）」を参照のこと。そのすべては、ここに参照により
組み込まれる。
キャッシュ性能を改善することができるコンパイラ変換
の説明は、第３回ＡＳＰＬＯＳ（１９８９年）の議事録
内１８３〜９３ページ、マックファーリング、Ｓ（McFa
rling, S. ）の「命令キャッシュのプログラム最適化
（Program Optimization for Instruction Caches
）」；プログラム言語設計およびインプリメンテーシ
ョン（Programming Language Design and Implementati
on）（１９９０年）のＡＣＭ’９０会議、議事録内１６
〜２７ページ、ペティス（Pettis）等の「プロファイル
案内コード位置決め（Profile Guided Code Positionin
g ）」を参照のこと。そのすべては、ここに参照により
組み込まれる。
【００１２】共用メモリ・マルチプロセッサ内のキャッ
シュ可干渉性トラフィックが多重可干渉性プロトコルを
支持し、且つ、コンパイラまたはオペレーティング・シ
ステムを１ページを基本に最も有効なプロトコルを選択
するようにさせることにより減少される得る別の研究が
示された。たとえば、プログラム言語およびオペレーテ
ィング・システムのためのアーキテクチャによるサポー
ト（Architectural Support for Programming Language
and Operating Systems）における第５回国際会議（１
９９２年）、議事録内１４９〜６０ページ、ビーンスト
ラ（Veenstra）等の「最適ハイブリッド・キャッシュ・
プロトコルの性能評価（A PerformanceEvaluation of O
ptimal Hybrid Cache Coherency Protocols）」を参照
のこと。そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。さらに、メモリ・システム活用を拡大するためのソ
フトウエア技術を開発する数多くの研究者は、自動的に
変換を適用するようにコンパイラを導くためにメモリ・
オーバーヘッド・プロファイルが十分用いられることを
明確に示した。プログラム言語およびオペレーティング
・システムのためのアーキテクチャによるサポートにお
ける第５回国際会議（１９９２年）、議事録内６２〜７
３ページ、モウリイ等の「前取り出しのためのコンパイ
ラ・アルゴリズムの設計と評価」、プログラム言語およ
びオペレーティング・システムのためのアーキテクチャ
によるサポートにおける第５回国際会議（１９９２
年）、議事録内１４９〜６０ページ、ビーンストラ（Ve
enstra）等の「最適ハイブリッドキャッシュ・プロトコ
ルの性能評価」を参照のこと。そのすべては、ここに参
照により組み込まれる。
シュ可干渉性トラフィックが多重可干渉性プロトコルを
支持し、且つ、コンパイラまたはオペレーティング・シ
ステムを１ページを基本に最も有効なプロトコルを選択
するようにさせることにより減少される得る別の研究が
示された。たとえば、プログラム言語およびオペレーテ
ィング・システムのためのアーキテクチャによるサポー
ト（Architectural Support for Programming Language
and Operating Systems）における第５回国際会議（１
９９２年）、議事録内１４９〜６０ページ、ビーンスト
ラ（Veenstra）等の「最適ハイブリッド・キャッシュ・
プロトコルの性能評価（A PerformanceEvaluation of O
ptimal Hybrid Cache Coherency Protocols）」を参照
のこと。そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。さらに、メモリ・システム活用を拡大するためのソ
フトウエア技術を開発する数多くの研究者は、自動的に
変換を適用するようにコンパイラを導くためにメモリ・
オーバーヘッド・プロファイルが十分用いられることを
明確に示した。プログラム言語およびオペレーティング
・システムのためのアーキテクチャによるサポートにお
ける第５回国際会議（１９９２年）、議事録内６２〜７
３ページ、モウリイ等の「前取り出しのためのコンパイ
ラ・アルゴリズムの設計と評価」、プログラム言語およ
びオペレーティング・システムのためのアーキテクチャ
によるサポートにおける第５回国際会議（１９９２
年）、議事録内１４９〜６０ページ、ビーンストラ（Ve
enstra）等の「最適ハイブリッドキャッシュ・プロトコ
ルの性能評価」を参照のこと。そのすべては、ここに参
照により組み込まれる。
【００１３】最後に、局所を強調し、メモリ・システム
性能を改善するため再書き込みアプリケーションにおい
て大きな文献が存在する。たとえば、共用メモリ・マル
チプロセッシングにおける国際シンポジウム（１９９
１）議事録１０９〜１１８ページ、チェリトン（Cherit
on）等の「共用メモリ・マルチプロセッサにおけるキャ
ッシュ作用を改善するための並行シミュレーションの再
構築：第１実績（Restructuring a Parallel Simulatio
n to ImproveCache Behavior in a Shared Memory Mult
iprocessor: A First Experience）」を参照。そのすべ
ては、ここに参照により組み込まれる。さらに、スーパ
ーコンピューティング’９０（１９９０年）議事録２３
２〜４１ページ、ロスベルグ（Rothberg）等の「マルチ
プロセッサ・ワークステーションにおける共用マトリッ
クス因数分解の性能改善のための技術（Techniques for
Improving the Performance of Sparse Matrix Factri
zation on Multiprocessor Workstations ）」を参照。
そのすべては、ここに参照により組み込まれる。局所強
調変換の存在が与えられると、プログラマーは、障害が
メモリ・システムのどこに存在するかを識別し、障害の
存在の量を計り、変換が実際にどのように性能に影響を
及ぼすかを測定するためのプロファイリング・ツールを
必要とする。
性能を改善するため再書き込みアプリケーションにおい
て大きな文献が存在する。たとえば、共用メモリ・マル
チプロセッシングにおける国際シンポジウム（１９９
１）議事録１０９〜１１８ページ、チェリトン（Cherit
on）等の「共用メモリ・マルチプロセッサにおけるキャ
ッシュ作用を改善するための並行シミュレーションの再
構築：第１実績（Restructuring a Parallel Simulatio
n to ImproveCache Behavior in a Shared Memory Mult
iprocessor: A First Experience）」を参照。そのすべ
ては、ここに参照により組み込まれる。さらに、スーパ
ーコンピューティング’９０（１９９０年）議事録２３
２〜４１ページ、ロスベルグ（Rothberg）等の「マルチ
プロセッサ・ワークステーションにおける共用マトリッ
クス因数分解の性能改善のための技術（Techniques for
Improving the Performance of Sparse Matrix Factri
zation on Multiprocessor Workstations ）」を参照。
そのすべては、ここに参照により組み込まれる。局所強
調変換の存在が与えられると、プログラマーは、障害が
メモリ・システムのどこに存在するかを識別し、障害の
存在の量を計り、変換が実際にどのように性能に影響を
及ぼすかを測定するためのプロファイリング・ツールを
必要とする。
【００１４】Ｃ．メモリ・プロファイリング技術 上述したメモリ・プロファイルのための広範囲にわたる
アプリケーションは、いくつかのメモリ・システム・プ
ロファイルの開発をもたらした。これらの従来のメモリ
・プロファイルは、次の３つの技法または方法に分けら
れる。（１）シミュレーション・ベース技法、（２）カ
ウンタ・ベース・システム、および（３）ソフトウエア
法である。
アプリケーションは、いくつかのメモリ・システム・プ
ロファイルの開発をもたらした。これらの従来のメモリ
・プロファイルは、次の３つの技法または方法に分けら
れる。（１）シミュレーション・ベース技法、（２）カ
ウンタ・ベース・システム、および（３）ソフトウエア
法である。
【００１５】シミュレーション・メモリ・プロファイル
では、プログラムのメモリ参照用トレースが、ソフトウ
エアの計装、マイクロコードのモニタリング、またはハ
ードウエア参照トレーシングのいずれかにより得られ
る。ソフトウエアの計装による方法の一例は、性能計測
および明確化、シモンズ（Simmons ）等、アディソンウ
エスレイ（Addison Wesley）（１９９０年）１〜２６ペ
ージのカラハン（Callahan）等の「メモリ階層の性能の
分析および明確化（Analyzing and VisualizingPerform
ance of Memory Hierarchies ）」に見られ、そのすべ
ては、ここに参照により組み込まれる。マイクロコード
のモニタリングによる方法の一例は、第１３回年例コン
ピュータ構造様式における国際シンポジウム（Thirteen
th AnnualInternational Symposium on Computer Archi
tecture）（１９８６年）議事録１１９〜２７ページ、
アガーウァル（Agarwal ）等の「マイクロコードを用い
てアドレストレースを算出する新たな技術（New Techni
que for Capturing AddressTraces Using Microde）」
に見られ、そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。ハードウエア参照トレーシングによる方法の一例
は、並行かつ分散型システムにおけるＩＥＥＥトランザ
クション（IEEE Transactions on Parallel andDistrib
uted Systems ）（１９９３年）第４版、Ｎｏ１、４１
〜６１ページ、レノスキ（Lenoski ）等の「ＤＡＳＨプ
ロットタイプ：論理オーバーヘッドおよび性能（The DA
SH Prototype: Logic Overhead and Performance）」に
見られ、そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。
では、プログラムのメモリ参照用トレースが、ソフトウ
エアの計装、マイクロコードのモニタリング、またはハ
ードウエア参照トレーシングのいずれかにより得られ
る。ソフトウエアの計装による方法の一例は、性能計測
および明確化、シモンズ（Simmons ）等、アディソンウ
エスレイ（Addison Wesley）（１９９０年）１〜２６ペ
ージのカラハン（Callahan）等の「メモリ階層の性能の
分析および明確化（Analyzing and VisualizingPerform
ance of Memory Hierarchies ）」に見られ、そのすべ
ては、ここに参照により組み込まれる。マイクロコード
のモニタリングによる方法の一例は、第１３回年例コン
ピュータ構造様式における国際シンポジウム（Thirteen
th AnnualInternational Symposium on Computer Archi
tecture）（１９８６年）議事録１１９〜２７ページ、
アガーウァル（Agarwal ）等の「マイクロコードを用い
てアドレストレースを算出する新たな技術（New Techni
que for Capturing AddressTraces Using Microde）」
に見られ、そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。ハードウエア参照トレーシングによる方法の一例
は、並行かつ分散型システムにおけるＩＥＥＥトランザ
クション（IEEE Transactions on Parallel andDistrib
uted Systems ）（１９９３年）第４版、Ｎｏ１、４１
〜６１ページ、レノスキ（Lenoski ）等の「ＤＡＳＨプ
ロットタイプ：論理オーバーヘッドおよび性能（The DA
SH Prototype: Logic Overhead and Performance）」に
見られ、そのすべては、ここに参照により組み込まれ
る。
【００１６】一度、プログラムのメモリ参照トレース
が、シミュレーション・メモリ・プロファイルに得られ
ると、トレースは、用いられたメモリ・システム・シミ
ュレータに送り込まれる。シミュレーション・メモリ・
プロファイルにともなう第１の問題は、遅く、１００な
いし１０００の因数により実行時間をしばしば長くする
ということである。速度の問題は、現代のメモリ・シス
テムの複雑さおよび寸法の増加により悪化する。たとえ
ば、１ないし３０のプロセッサと各プロセッサごとに１
乃至１６メガバイトの第２レベルのキャッシュとを有す
る一般的共用バスマルチプロセッサの性能をシミュレー
トするのに必要なメモリ参照の数は、この方法が不可能
となるほど莫大である。
が、シミュレーション・メモリ・プロファイルに得られ
ると、トレースは、用いられたメモリ・システム・シミ
ュレータに送り込まれる。シミュレーション・メモリ・
プロファイルにともなう第１の問題は、遅く、１００な
いし１０００の因数により実行時間をしばしば長くする
ということである。速度の問題は、現代のメモリ・シス
テムの複雑さおよび寸法の増加により悪化する。たとえ
ば、１ないし３０のプロセッサと各プロセッサごとに１
乃至１６メガバイトの第２レベルのキャッシュとを有す
る一般的共用バスマルチプロセッサの性能をシミュレー
トするのに必要なメモリ参照の数は、この方法が不可能
となるほど莫大である。
【００１７】シミュレーションがとても遅いので、まだ
構築されていないため測定することのできないシステム
の性能を予測することが設計技師により主として用いら
れる。さらに、シミュレーションは費用がかかるので、
シミュレートする前に、設計技師が今日のシステムの性
能を最大限理解することによりできるだけ設計スペース
を狭めることが必要とされる。上述したように、そのよ
うな理解を開発するためには、設計者は、キャッシュ・
ミス率およびバス利用状態を測定するためのハードウエ
アを持っている。このカウンティング・ハードウエアの
欠点は、なんら直接的な情報を与えず、ハードウエアと
メモリ階層との相互作用が性能を悪くしてしまう。
構築されていないため測定することのできないシステム
の性能を予測することが設計技師により主として用いら
れる。さらに、シミュレーションは費用がかかるので、
シミュレートする前に、設計技師が今日のシステムの性
能を最大限理解することによりできるだけ設計スペース
を狭めることが必要とされる。上述したように、そのよ
うな理解を開発するためには、設計者は、キャッシュ・
ミス率およびバス利用状態を測定するためのハードウエ
アを持っている。このカウンティング・ハードウエアの
欠点は、なんら直接的な情報を与えず、ハードウエアと
メモリ階層との相互作用が性能を悪くしてしまう。
【００１８】ハードウエア・イベント・カウンタとプロ
グラム・イベントとの相応関係を確立するためには、ソ
フトウエアの利用がカウンタへアクセスするために加え
られなければならない。たとえば、処理の入口と出口に
おいてキャッシュ・ミス・カウンタを読み取ることによ
り、且つカウンタ値における差異を記録することによ
り、処理中にまたそのために、発生するキャッシュ・ミ
スの数を測定することができる。しかしながら、このソ
フトウエア技術は、２つの重要な欠点を有する。第１
に、その利用は、測定されるシステムをかき乱してしま
う恐れがある。短い処理においては、入口および出口に
おいていくつかのハードウエア・カウンタ（読み取りミ
ス、書き込みミス、バス利用状態など）を読み取り、且
つその合計を記憶するオーバーヘッドは、実際にその処
理で終えた作業を超過してしまう恐れがある。第２に、
環境切り替えが処理の入口と出口との間に生じた場合、
カウンタの合計は、他のプロセスにより生じたミスも含
んでしまう。
グラム・イベントとの相応関係を確立するためには、ソ
フトウエアの利用がカウンタへアクセスするために加え
られなければならない。たとえば、処理の入口と出口に
おいてキャッシュ・ミス・カウンタを読み取ることによ
り、且つカウンタ値における差異を記録することによ
り、処理中にまたそのために、発生するキャッシュ・ミ
スの数を測定することができる。しかしながら、このソ
フトウエア技術は、２つの重要な欠点を有する。第１
に、その利用は、測定されるシステムをかき乱してしま
う恐れがある。短い処理においては、入口および出口に
おいていくつかのハードウエア・カウンタ（読み取りミ
ス、書き込みミス、バス利用状態など）を読み取り、且
つその合計を記憶するオーバーヘッドは、実際にその処
理で終えた作業を超過してしまう恐れがある。第２に、
環境切り替えが処理の入口と出口との間に生じた場合、
カウンタの合計は、他のプロセスにより生じたミスも含
んでしまう。
【００１９】モデル・ベース技法を用いて混乱を補い、
適応計測法を用いてモニタリング・オーバーヘッドを減
少し、オペレーティング・システム・サポートを用いて
仮想プロセス毎にカウンタを作り出し、これらの欠点の
いくつかの面に対し進歩がなされた。混乱を補うための
モデル・ベース技法の使用における欠点については、並
行かつ分散型システムにおけるＩＥＥＥトランザクショ
ン（１９９３年）第３版、Ｎｏ４、４３３〜５０ペー
ジ、マロニー（Malony）等の「性能測定侵入および混乱
分析（Performance Measurement Intrusion and Pertur
bation Analysis）」を参照のこと。そのすべては、こ
こに参照により組み込まれる。モニタリング・オーバー
ヘッドを減少するための適応計測法については、イリノ
イ大学（U.of Illinois）コンピュータ科学部、リード
（Reed）等のパブロ性能分析環境の概説（An Overview
of the Pablo Performance Analysis Environment ）非
出版原稿（１９９２年）を参照のこと。そのすべては、
ここに参照により組み込まれる。
適応計測法を用いてモニタリング・オーバーヘッドを減
少し、オペレーティング・システム・サポートを用いて
仮想プロセス毎にカウンタを作り出し、これらの欠点の
いくつかの面に対し進歩がなされた。混乱を補うための
モデル・ベース技法の使用における欠点については、並
行かつ分散型システムにおけるＩＥＥＥトランザクショ
ン（１９９３年）第３版、Ｎｏ４、４３３〜５０ペー
ジ、マロニー（Malony）等の「性能測定侵入および混乱
分析（Performance Measurement Intrusion and Pertur
bation Analysis）」を参照のこと。そのすべては、こ
こに参照により組み込まれる。モニタリング・オーバー
ヘッドを減少するための適応計測法については、イリノ
イ大学（U.of Illinois）コンピュータ科学部、リード
（Reed）等のパブロ性能分析環境の概説（An Overview
of the Pablo Performance Analysis Environment ）非
出版原稿（１９９２年）を参照のこと。そのすべては、
ここに参照により組み込まれる。
【００２０】しかしながら、ハードウエア・カウンタを
用いてきめの細かいプロファイルを収集するためソフト
ウエア計装がプログラムの頻繁にアクセスされる領域に
挿入された場合は常に、基本的な侵入問題が残る。その
ような技法の生じるオーバーヘッドの大きさを検知する
ために、ＳＰＥＣ整数ベンチマークを計装し、手続きの
入口と出口でカウンタにアクセスする。オーバーヘッド
は、実行時間の影響に関して測定される。実際、メモリ
・オーバーヘッド・プロファイルおよび実行時間プロフ
ァイルの両方は、プログラムの単独実行において、ゆえ
に実行時間を混乱し、プロファイル・データに直接影響
を与えてしまう。また、プログラムの実行がスレッドの
相対実行時間にかなり依存しているマルチスレッドプロ
グラムにプロファイリング技法が適用されることが予測
される。従って、モニタリング技法は、実行時間にかな
り影響を及ぼすものであると推測される。
用いてきめの細かいプロファイルを収集するためソフト
ウエア計装がプログラムの頻繁にアクセスされる領域に
挿入された場合は常に、基本的な侵入問題が残る。その
ような技法の生じるオーバーヘッドの大きさを検知する
ために、ＳＰＥＣ整数ベンチマークを計装し、手続きの
入口と出口でカウンタにアクセスする。オーバーヘッド
は、実行時間の影響に関して測定される。実際、メモリ
・オーバーヘッド・プロファイルおよび実行時間プロフ
ァイルの両方は、プログラムの単独実行において、ゆえ
に実行時間を混乱し、プロファイル・データに直接影響
を与えてしまう。また、プログラムの実行がスレッドの
相対実行時間にかなり依存しているマルチスレッドプロ
グラムにプロファイリング技法が適用されることが予測
される。従って、モニタリング技法は、実行時間にかな
り影響を及ぼすものであると推測される。
【００２１】オーバーヘッドを測定するため、整数ＳＰ
ＥＣベンチマークが計装され、手続きコールの動的数お
よび各プログラムのユーザモード実行時間を記憶する。
これらの統計値が得られ、且つ、手続きの入口と出口に
おけるカウンタ・コードが所定時間を取って実行すると
仮定すると、カウンタ・オーバーヘッドは、次の式で推
定される。 ２＊（ｄｙｎａｍｉｃ ＃ ｏｆ ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ
ｃａｌｌｓ） ＊ （ｔｉｍｅ ｆｏｒ ａ ｃｏｕ
ｎｔｅｒ ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ） なお、この式は、オーバーヘッドのいくつかの潜在的原
因を無視するため、保守的である。たとえば、挿入カウ
ンタ・コードは、実行可能なサイズを拡大し、潜在的に
命令キャッシュ性能を劣化する。加えて、カウンタがコ
ンパイラにより挿入された場合、それらは、オプティマ
イザーと予測できない方法で相互作用し、レジスタ割
当、命令スケジュールおよび他の最適化に影響を及ぼ
す。これらの但し書きを条件として、上述の式は、カウ
ンタ実行時間の値が与えられたオーバーヘッドを推定す
るために用いられる。手続き入口における一般的カウン
タ更新は、疑似コードによって表わされる。 Ｃｏｕｎｔ Ａｒｒａｙ［Ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ Ｉｎｄ
ｅｘ］−＝Ｒｅａｄ Ｓｔａｌｌ Ｃｙｃｌｅ Ｃｏｕ
ｎｔｅｒ
ＥＣベンチマークが計装され、手続きコールの動的数お
よび各プログラムのユーザモード実行時間を記憶する。
これらの統計値が得られ、且つ、手続きの入口と出口に
おけるカウンタ・コードが所定時間を取って実行すると
仮定すると、カウンタ・オーバーヘッドは、次の式で推
定される。 ２＊（ｄｙｎａｍｉｃ ＃ ｏｆ ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ
ｃａｌｌｓ） ＊ （ｔｉｍｅ ｆｏｒ ａ ｃｏｕ
ｎｔｅｒ ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ） なお、この式は、オーバーヘッドのいくつかの潜在的原
因を無視するため、保守的である。たとえば、挿入カウ
ンタ・コードは、実行可能なサイズを拡大し、潜在的に
命令キャッシュ性能を劣化する。加えて、カウンタがコ
ンパイラにより挿入された場合、それらは、オプティマ
イザーと予測できない方法で相互作用し、レジスタ割
当、命令スケジュールおよび他の最適化に影響を及ぼ
す。これらの但し書きを条件として、上述の式は、カウ
ンタ実行時間の値が与えられたオーバーヘッドを推定す
るために用いられる。手続き入口における一般的カウン
タ更新は、疑似コードによって表わされる。 Ｃｏｕｎｔ Ａｒｒａｙ［Ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ Ｉｎｄ
ｅｘ］−＝Ｒｅａｄ Ｓｔａｌｌ Ｃｙｃｌｅ Ｃｏｕ
ｎｔｅｒ
【００２２】手続き出口コードは、引き算を足し算で置
換する以外は同様である。疑似コードを実行する時間
は、カウンタ更新ブックキーピング時間とカウンタ・ア
クセス時間とに分けられる。ＲＩＳＣアーキテクチャに
おいて、配列に対する更新は、少なくともロードと、加
算と、記憶とを含む。加えて、単独の再帰呼び出しにお
ける多重カウンタ更新を避けるために、更新コードは、
カウンティング・セマフォで保護されなければならな
い。我々は、カウンティング・セマフォのコストおよび
カウンタ更新コードをカウンタ・ブックキーピングと呼
ぶ。測定が行われるＳｐａｒｃ１０／４１では、４０Ｍ
ｈｚまたは０．２５マイクロ秒で約１０サイクルでカウ
ンタ・ブックキーピングを行う。カウンタ・アクセスの
コストは、インプリメンテーション依存型である。カウ
ンタがマイクロプロセッサとチップ上で一体とされた場
合、アクセスには１サイクルのみコストがかかる。一
方、カウンタがシステム・バス（ＳＢｕｓ）カードを用
いて外部で実行された場合、Ｓｐａｒｃ１０／４１上で
読み出すのに約３０サイクルかかる。下の表１は、アク
セス時間についてこれらの２つの想定におけるオーバー
ヘッド結果を示す。
換する以外は同様である。疑似コードを実行する時間
は、カウンタ更新ブックキーピング時間とカウンタ・ア
クセス時間とに分けられる。ＲＩＳＣアーキテクチャに
おいて、配列に対する更新は、少なくともロードと、加
算と、記憶とを含む。加えて、単独の再帰呼び出しにお
ける多重カウンタ更新を避けるために、更新コードは、
カウンティング・セマフォで保護されなければならな
い。我々は、カウンティング・セマフォのコストおよび
カウンタ更新コードをカウンタ・ブックキーピングと呼
ぶ。測定が行われるＳｐａｒｃ１０／４１では、４０Ｍ
ｈｚまたは０．２５マイクロ秒で約１０サイクルでカウ
ンタ・ブックキーピングを行う。カウンタ・アクセスの
コストは、インプリメンテーション依存型である。カウ
ンタがマイクロプロセッサとチップ上で一体とされた場
合、アクセスには１サイクルのみコストがかかる。一
方、カウンタがシステム・バス（ＳＢｕｓ）カードを用
いて外部で実行された場合、Ｓｐａｒｃ１０／４１上で
読み出すのに約３０サイクルかかる。下の表１は、アク
セス時間についてこれらの２つの想定におけるオーバー
ヘッド結果を示す。
【表１】
【００２３】表１を参照すると、単一のサイクル・カウ
ンタ・アクセスであってもいくつかのプログラムが４５
％のオーバーヘッドを受け、低速のカウンタ・アクセス
でそれらの１．２１から２．７タイムの計測されない速
度でプログラムが実行することがわかる。また、手続き
レベルのプロファイリングから個別の基本ブロックまた
はロード命令のよりきめの細かいフロファイリングへ移
行するとき、問題はさらに深刻となる。一般的にハード
ウエア・カウンタは、非侵入、きめの細かいプロファイ
リングをサポートするようなものではない。
ンタ・アクセスであってもいくつかのプログラムが４５
％のオーバーヘッドを受け、低速のカウンタ・アクセス
でそれらの１．２１から２．７タイムの計測されない速
度でプログラムが実行することがわかる。また、手続き
レベルのプロファイリングから個別の基本ブロックまた
はロード命令のよりきめの細かいフロファイリングへ移
行するとき、問題はさらに深刻となる。一般的にハード
ウエア・カウンタは、非侵入、きめの細かいプロファイ
リングをサポートするようなものではない。
【００２４】メモリ・システム上のハードウエア計装を
必要とすることなくラン時間モニタリングの速度を保持
するＭｔｏｏｌと呼ばれる別のプロファイリングの方法
がある。Ｍｔｏｏｌは、プログラム・セグメントの実際
の実行時間をすべてのメモリ基準がキャッシュ・ヒット
であると仮定して予測された理想実行時間と比較するこ
とによりメモリ・オーバーヘッドを切り離す。Ｍｔｏｏ
ｌのさらなる説明は、並行かつ分散型システムにおける
ＩＥＥＥトランザクション（１９９３年）第４版、Ｎｏ
１、２８〜４０ページ、ゴールドベルグ（Goldberg）等
の「Ｍｔｏｏｌ：性能訂正共用メモリ・マルチプロセッ
サ・アプリケーションのための総合システム」を参照の
こと。そのすべては、ここに参照により組み込まれる。
この方法がＭｔｏｏｌに毎秒ベースでメモリ・オーバー
ヘッドを定量化させるが、メモリ階層のどの面があまり
よく活用されていないかについての情報は提供しない。
たとえば、Ｍｔｏｏｌは、最初の命令キャッシュ・ミス
によるオーバーヘッドを書き込みバッファ・ストールか
らの第２のレベルのキャッシュ・ミスによるオーバーヘ
ッドと識別しない。オプティマイザーの観点から、性能
損失の個々の原因を識別することは変換を改善するのに
適切な性能を確認するために重要である。
必要とすることなくラン時間モニタリングの速度を保持
するＭｔｏｏｌと呼ばれる別のプロファイリングの方法
がある。Ｍｔｏｏｌは、プログラム・セグメントの実際
の実行時間をすべてのメモリ基準がキャッシュ・ヒット
であると仮定して予測された理想実行時間と比較するこ
とによりメモリ・オーバーヘッドを切り離す。Ｍｔｏｏ
ｌのさらなる説明は、並行かつ分散型システムにおける
ＩＥＥＥトランザクション（１９９３年）第４版、Ｎｏ
１、２８〜４０ページ、ゴールドベルグ（Goldberg）等
の「Ｍｔｏｏｌ：性能訂正共用メモリ・マルチプロセッ
サ・アプリケーションのための総合システム」を参照の
こと。そのすべては、ここに参照により組み込まれる。
この方法がＭｔｏｏｌに毎秒ベースでメモリ・オーバー
ヘッドを定量化させるが、メモリ階層のどの面があまり
よく活用されていないかについての情報は提供しない。
たとえば、Ｍｔｏｏｌは、最初の命令キャッシュ・ミス
によるオーバーヘッドを書き込みバッファ・ストールか
らの第２のレベルのキャッシュ・ミスによるオーバーヘ
ッドと識別しない。オプティマイザーの観点から、性能
損失の個々の原因を識別することは変換を改善するのに
適切な性能を確認するために重要である。
【００２５】したがって、前述のメモリ・システム・プ
ロファイラは、シミュレーションは遅すぎたり、ハード
ウエア・カウンタは潜在的に侵入的なソフトウエア計装
を介してアクセスされなければならなかったり、Ｍｔｏ
ｏｌのようなソフトウエア技法はメモリ階層のどの部分
が障害かを識別しなかったりといった広範囲での使用を
妨げる重大な欠点を有する。これらの欠点は、本発明の
サンプリング・ベースのプロファイラにより解消され
た。
ロファイラは、シミュレーションは遅すぎたり、ハード
ウエア・カウンタは潜在的に侵入的なソフトウエア計装
を介してアクセスされなければならなかったり、Ｍｔｏ
ｏｌのようなソフトウエア技法はメモリ階層のどの部分
が障害かを識別しなかったりといった広範囲での使用を
妨げる重大な欠点を有する。これらの欠点は、本発明の
サンプリング・ベースのプロファイラにより解消され
た。
【００２６】Ｄ．サンプリング・ベースのプロファイラ サンプリング技法は、実行時間プロファイラを構築する
ために日常的に用いられており、当業者においては周知
のものである。時間プロファイラは、クロック割り込み
を発生するため外部のタイマーに依存している。割り込
みは、システムの状態をサンプルするハンドラにより処
理され、システムが時間を費やすところの統計プロファ
イルを作り上げる。たとえば、ほどんどのＵＮＩＸ計装
は、プロファイル・システム呼び出しおよびｐｒｏｆツ
ールを介してアクセスされるプロセスごとのプログラム
・カウンタ・サンプリング・サービスをサポートするた
めにシステム・タイマー割り込みを用いる。時間割り込
みが行われるとき、割り込まれたプロセスが（プロファ
イル・コールとともに）プロファイリングが要求される
場合、プロセスのプログラム・カウンタに関連したカウ
ンタが進められる。そして、プログラム・カウンタのカ
ウントは、手続き毎の実行時間のテーブルを生成するた
めｐｒｏｆにより後処理される。
ために日常的に用いられており、当業者においては周知
のものである。時間プロファイラは、クロック割り込み
を発生するため外部のタイマーに依存している。割り込
みは、システムの状態をサンプルするハンドラにより処
理され、システムが時間を費やすところの統計プロファ
イルを作り上げる。たとえば、ほどんどのＵＮＩＸ計装
は、プロファイル・システム呼び出しおよびｐｒｏｆツ
ールを介してアクセスされるプロセスごとのプログラム
・カウンタ・サンプリング・サービスをサポートするた
めにシステム・タイマー割り込みを用いる。時間割り込
みが行われるとき、割り込まれたプロセスが（プロファ
イル・コールとともに）プロファイリングが要求される
場合、プロセスのプログラム・カウンタに関連したカウ
ンタが進められる。そして、プログラム・カウンタのカ
ウントは、手続き毎の実行時間のテーブルを生成するた
めｐｒｏｆにより後処理される。
【００２７】サンプリングがプログラムの実行と独立し
ていると仮定すると、サンプリングされたプロファイル
は、各手続きに費やされた実際の実行時間の良質の予測
を提供する。サンプリングされたプロファイルの統計上
の重要性の詳細な説明は、ニュージャージー州エングル
ウッドクリフ（Englewood Cliffs）プレンティスホール
社（Prentice-Holl Inc.）フェラリ、Ｄ（Ferrari, D.
）コンピュータ・システム性能評価（１９７８年）第
２章に見られる。それらすべては、ここにおいて参照に
より組み込まれる。コード・プロファイリングの頑丈な
ＵＮＩＸ計装の説明は、１９９３年ウインターＵＳＥＮ
ＩＸの議事録（１９９３年）マックカーン（McCanne ）
等の「ＣＰＵ活用推測およびコード・プロファイリング
のためのランダム化したサンプリングクロック（A Rand
omized Sampling Clock for CPU Utilization Estimati
on and Code Profiling ）」に得られる。それらすべて
は、ここにおいて参照により組み込まれる。
ていると仮定すると、サンプリングされたプロファイル
は、各手続きに費やされた実際の実行時間の良質の予測
を提供する。サンプリングされたプロファイルの統計上
の重要性の詳細な説明は、ニュージャージー州エングル
ウッドクリフ（Englewood Cliffs）プレンティスホール
社（Prentice-Holl Inc.）フェラリ、Ｄ（Ferrari, D.
）コンピュータ・システム性能評価（１９７８年）第
２章に見られる。それらすべては、ここにおいて参照に
より組み込まれる。コード・プロファイリングの頑丈な
ＵＮＩＸ計装の説明は、１９９３年ウインターＵＳＥＮ
ＩＸの議事録（１９９３年）マックカーン（McCanne ）
等の「ＣＰＵ活用推測およびコード・プロファイリング
のためのランダム化したサンプリングクロック（A Rand
omized Sampling Clock for CPU Utilization Estimati
on and Code Profiling ）」に得られる。それらすべて
は、ここにおいて参照により組み込まれる。
【００２８】さらに、サンプリング率が相対的に低いの
で（実行時間プロファイラでは、通常１秒につき約６０
サンプル）、サンプリングは、インラインのソフトウエ
ア計装よりも侵入的である。また最後に、サンプリング
技法は、実行時間プロファイリングに限られない。１９
９３夏期ＵＳＥＮＩＸの議事録（１９９３年）ホール
（Hall）等の「ＵＮＩＸにおける単調プログラム資源の
呼出経路プロファイリング（Call Path Profiling of M
onotonic Program resources in UNIX）」は、ページ障
害、浮動小数点例外、およびバイト読出し／書込みなど
の広い範囲の様々なシステム・イベントに関してプロフ
ァイルするためＵＮＩＸシステムＶ／プロック（proc）
インターフェイスにより供給された情報を使用するサン
プリング・ベースのプロファイラ、Ｃｐｐｒｏｆを記述
している。プログラム言語およびオペレーティング・シ
ステムのためのアーキテクチャによるサポート（Archit
ectural Support for Programming Language and Opera
ting Systems）における第２回国際会議（１９８７
年）、議事録内８２〜３ページ、カーギル（Cargill ）
等の「ソフトウエア・デバッギングおよびプロファイリ
ングのための安価なハードウエア・サポート（Cheap Ha
rdware Support for Software Debugging and Profilin
g ）」では、たとえば、コード・プロファイリングを駆
動するため命令フェッチをカウントするユニットにより
生成された割り込みが用いられることが提案されてい
る。
で（実行時間プロファイラでは、通常１秒につき約６０
サンプル）、サンプリングは、インラインのソフトウエ
ア計装よりも侵入的である。また最後に、サンプリング
技法は、実行時間プロファイリングに限られない。１９
９３夏期ＵＳＥＮＩＸの議事録（１９９３年）ホール
（Hall）等の「ＵＮＩＸにおける単調プログラム資源の
呼出経路プロファイリング（Call Path Profiling of M
onotonic Program resources in UNIX）」は、ページ障
害、浮動小数点例外、およびバイト読出し／書込みなど
の広い範囲の様々なシステム・イベントに関してプロフ
ァイルするためＵＮＩＸシステムＶ／プロック（proc）
インターフェイスにより供給された情報を使用するサン
プリング・ベースのプロファイラ、Ｃｐｐｒｏｆを記述
している。プログラム言語およびオペレーティング・シ
ステムのためのアーキテクチャによるサポート（Archit
ectural Support for Programming Language and Opera
ting Systems）における第２回国際会議（１９８７
年）、議事録内８２〜３ページ、カーギル（Cargill ）
等の「ソフトウエア・デバッギングおよびプロファイリ
ングのための安価なハードウエア・サポート（Cheap Ha
rdware Support for Software Debugging and Profilin
g ）」では、たとえば、コード・プロファイリングを駆
動するため命令フェッチをカウントするユニットにより
生成された割り込みが用いられることが提案されてい
る。
【００２９】割り込みベースのプロファイリングの別の
潜在的実例は、アルファ・アーキテクチャーのＤＥＣ２
１０６４インプリメンテーションに見ることができる。
このマイクロプロセッサは、様々なイベント上で進める
ようにプログラムされるレジスタをカウントする２つの
柔軟な性能を含み、２８、２１２または２１６のイベン
トごとに割り込みを生成する。これらのイベントは、チ
ップ上命令およびデータ・キャッシュにおけるミスを含
む。しかしながら、性能カウンタは、見かけは、イベン
ト頻度に対して、長時間にわたってイベントをカウント
する手段とされている。たとえば、デジタルエクイップ
メント社ＤＥＣチップ２１０６４−ＡＡマイクロプロセ
ッサ予備データ・シート．メイナルド（Maynard ）ＭＡ
（１９９２年）３．２０〜３．２２ページを参照のこ
と。そのすべては、ここに参照により組み込まれる。チ
ップ設計者は、単純な集合体カウントを計画してきた
が、同様の割り込みメカニズムが高性能なサンプリング
・ベースのプロファイリング環境を作り上げるために用
いられる。なお、２１０６４メカニズムは、完全にプロ
グラム可能な比較レジスタに欠けるため理想的でない。
この制限により、サンプリング間隔が無作為化されるの
を防止し、統計的意義を確実とする。それにもかかわら
ず、ＤＥＣの２１０６４におけるプロファイリング・サ
ポートは、販売業者が生産システムにおいてサンプリン
グ・ベースのプロファイリングを実行できることの証拠
である。
潜在的実例は、アルファ・アーキテクチャーのＤＥＣ２
１０６４インプリメンテーションに見ることができる。
このマイクロプロセッサは、様々なイベント上で進める
ようにプログラムされるレジスタをカウントする２つの
柔軟な性能を含み、２８、２１２または２１６のイベン
トごとに割り込みを生成する。これらのイベントは、チ
ップ上命令およびデータ・キャッシュにおけるミスを含
む。しかしながら、性能カウンタは、見かけは、イベン
ト頻度に対して、長時間にわたってイベントをカウント
する手段とされている。たとえば、デジタルエクイップ
メント社ＤＥＣチップ２１０６４−ＡＡマイクロプロセ
ッサ予備データ・シート．メイナルド（Maynard ）ＭＡ
（１９９２年）３．２０〜３．２２ページを参照のこ
と。そのすべては、ここに参照により組み込まれる。チ
ップ設計者は、単純な集合体カウントを計画してきた
が、同様の割り込みメカニズムが高性能なサンプリング
・ベースのプロファイリング環境を作り上げるために用
いられる。なお、２１０６４メカニズムは、完全にプロ
グラム可能な比較レジスタに欠けるため理想的でない。
この制限により、サンプリング間隔が無作為化されるの
を防止し、統計的意義を確実とする。それにもかかわら
ず、ＤＥＣの２１０６４におけるプロファイリング・サ
ポートは、販売業者が生産システムにおいてサンプリン
グ・ベースのプロファイリングを実行できることの証拠
である。
【００３０】以下、本発明に必要なことは、本発明の好
ましい実施例の説明において明確にされる。この実施例
は、第１の及び第２のキャッシュ・ミスおよびＣＰＵデ
ータ・ストール・サイクルをカウントする。別の実施例
は、キャッシュ・サービス時間、ＴＬＢミスおよび書き
込みバッファ・ストールなどの他のイベントをモニター
するために容易に用いられる。
ましい実施例の説明において明確にされる。この実施例
は、第１の及び第２のキャッシュ・ミスおよびＣＰＵデ
ータ・ストール・サイクルをカウントする。別の実施例
は、キャッシュ・サービス時間、ＴＬＢミスおよび書き
込みバッファ・ストールなどの他のイベントをモニター
するために容易に用いられる。
【００３１】Ｅ．ハードウエア・サンプリング・インプ
リメンテーション １．導入 多数のプロセッサを伴うようなシステムのデバッキング
および性能プロファイリング両方における基本的問題
は、そのオペレーションを邪魔することなくシステムを
モニターすることである。本発明は、プロセッサのある
オペレーションをモニターするためにハードウエアを特
殊化し、特殊化されたハードウエアが所定の状態を検出
する場合の状態を記憶するためプロセッサに割り込むこ
とによりこの問題を解決する。たとえば、ハードウエア
のタイマーは、特別なアドレスにおける待ち時間が所定
のスレッショルドを超えた場合、プロセッサに割り込
む。別の例では、多数のカウンタは、特定の時間範囲で
待ち（waits ）の発生を積み重ね、カウンタのひとつが
特定値に到達した場合プロセッサに割り込む。ハードウ
エア・モニタは、メモリ・システムの挙動の多くの様相
をトラック可能である。たとえば、チップ上キャッシュ
を有するマイクロプロセッサの外部ピンをモニターする
ことにより、通常、そのキャッシュ内のミスを探知する
ことは簡単である。また、モニタがマイクロプロセッサ
（ベンティウムおよびアルファ内として）の一部として
組み込まれている場合、チップ上スプリット内のミス
は、命令またはデータ・ミスとして認識される。イベン
ト検出器のインプリメンテーションに関係なく、検出信
号は、カウントが特定値に到達した時に割り込みをトリ
ガするカウンタへ送信される。そして、割り込みハンド
ラは、作動中のシステムの状態を記録することが可能で
ある。十分なサンプルが記録された場合、この情報は、
キャッシュ・ミスを引き起こすプログラム部分を強調す
る。
リメンテーション １．導入 多数のプロセッサを伴うようなシステムのデバッキング
および性能プロファイリング両方における基本的問題
は、そのオペレーションを邪魔することなくシステムを
モニターすることである。本発明は、プロセッサのある
オペレーションをモニターするためにハードウエアを特
殊化し、特殊化されたハードウエアが所定の状態を検出
する場合の状態を記憶するためプロセッサに割り込むこ
とによりこの問題を解決する。たとえば、ハードウエア
のタイマーは、特別なアドレスにおける待ち時間が所定
のスレッショルドを超えた場合、プロセッサに割り込
む。別の例では、多数のカウンタは、特定の時間範囲で
待ち（waits ）の発生を積み重ね、カウンタのひとつが
特定値に到達した場合プロセッサに割り込む。ハードウ
エア・モニタは、メモリ・システムの挙動の多くの様相
をトラック可能である。たとえば、チップ上キャッシュ
を有するマイクロプロセッサの外部ピンをモニターする
ことにより、通常、そのキャッシュ内のミスを探知する
ことは簡単である。また、モニタがマイクロプロセッサ
（ベンティウムおよびアルファ内として）の一部として
組み込まれている場合、チップ上スプリット内のミス
は、命令またはデータ・ミスとして認識される。イベン
ト検出器のインプリメンテーションに関係なく、検出信
号は、カウントが特定値に到達した時に割り込みをトリ
ガするカウンタへ送信される。そして、割り込みハンド
ラは、作動中のシステムの状態を記録することが可能で
ある。十分なサンプルが記録された場合、この情報は、
キャッシュ・ミスを引き起こすプログラム部分を強調す
る。
【００３２】図１を参照して、本発明のパフォーマンス
・モニタを説明する。本発明のパフォーマンス・モニタ
１００は、３つの主要な構成要素：イベント検出モジュ
ール１０２、ロード可能ダウン・カウンタ１０４および
割り込みゼネレータ１０８からなる。イベント検出モジ
ュール１０２は、重要なイベントが起こるごとにパルス
を発生する。ダウン・カウンタ１０４は、イベント検出
器１０２により生成されたパルスをカウントし、カウン
タがゼロに到達すると割り込み回路１０８が割り込みを
発生させるようにする。最初のカウンタ値は、プログラ
ム可能な数のイベントの発生後に割り込みが生成される
ようにロードされ、無秩序化されたサンプリンク間隔が
用いられることを許容する。加えて、ロード可能なカウ
ンタのための適切な値を選択することにより、比較的ま
れなイベントが統計的にかなりの回数ＣＰＵに割り込
む。割り込みゼネレータ１０８は、ＣＰＵ割り込みを発
生するために正しいインターフェースを実行し、割り込
みハンドラは、適切なシステム状態を記録することがで
きる。好ましい実施例では、パフォーマンス・モニタ１
００は、ＳＢｕｓカード１１０上のプログラム論理配列
（ＰＡＬｓ）を用いて、イベント検出器１０２、ダウン
・カウンタ１０４および割り込みゼネレータ１０８を実
行する。
・モニタを説明する。本発明のパフォーマンス・モニタ
１００は、３つの主要な構成要素：イベント検出モジュ
ール１０２、ロード可能ダウン・カウンタ１０４および
割り込みゼネレータ１０８からなる。イベント検出モジ
ュール１０２は、重要なイベントが起こるごとにパルス
を発生する。ダウン・カウンタ１０４は、イベント検出
器１０２により生成されたパルスをカウントし、カウン
タがゼロに到達すると割り込み回路１０８が割り込みを
発生させるようにする。最初のカウンタ値は、プログラ
ム可能な数のイベントの発生後に割り込みが生成される
ようにロードされ、無秩序化されたサンプリンク間隔が
用いられることを許容する。加えて、ロード可能なカウ
ンタのための適切な値を選択することにより、比較的ま
れなイベントが統計的にかなりの回数ＣＰＵに割り込
む。割り込みゼネレータ１０８は、ＣＰＵ割り込みを発
生するために正しいインターフェースを実行し、割り込
みハンドラは、適切なシステム状態を記録することがで
きる。好ましい実施例では、パフォーマンス・モニタ１
００は、ＳＢｕｓカード１１０上のプログラム論理配列
（ＰＡＬｓ）を用いて、イベント検出器１０２、ダウン
・カウンタ１０４および割り込みゼネレータ１０８を実
行する。
【００３３】２．本発明のインプリメンテーション 図１を参照すると、本発明は、Ｓｕｎ ＳＰＡＲＫ １
０／４１ワークステーションのメモリ・システム１１２
の挙動をモニターするために実行される。ＳＰＡＲＫ
１０／４１は、キャッシュ制御装置とメモリバス（ＭＢ
ｕｓ）を経由してメイン・メモリに接続される、集中し
た１ＭＢの第２レベルのキャッシュを裏側にもつチップ
上キャッシュ（１０ＫＢのインストラクションと１６Ｋ
Ｂのデータに分かれる）を備えている。第一のキャッシ
ュ・ミスでは、イベント検出回路１０２は第一のキャッ
シュ・ミスを提供する第２レベルのキャッシュのＳＲＡ
Ｍ上のいくつかのピンをモニターすることによってキャ
ッシュ・ライン・リードを検出する。これは、メモリ・
システム１１２によって出力されたメモリ・システム信
号１１４で示される。第２レベルのキャッシュ・ミスを
検出するため、イベント検出器１０２は、メモリバス
（ＭＢｕｓ）をモニターし、メモリ・システム信号ライ
ン１１４において受信されたメイン・メモリ・リード上
に検出信号１１６を出力する。これらのメイン・メモリ
・リード信号を正しくモニターするために、本発明は、
ＭＢｕｓメモリ・アクセスがいくつかのバス・サイクル
を使用するので、状態情報を必要とする。イベント検出
器１０２はまた、ＣＰＵパイプラインがデータ・キャッ
シュ上でウェイティング中の時に作動するＳｕｐｅｒＳ
ｐａｒｃマイクロプロセッサ上の外部モニタピンを利用
することによってデータ・キャッシュ・ストール時間を
検出する。これもまたメモリ・システム信号ライン１１
４を介して受信される。本発明の好ましい実施例では、
イベント検出回路１０２はＰＡＬにおいて実行される。
しかしながら、当業者には明らかにわかる通り、検出器
１０２は他のタイプのハードウェア構成上でも実行する
ことができる。
０／４１ワークステーションのメモリ・システム１１２
の挙動をモニターするために実行される。ＳＰＡＲＫ
１０／４１は、キャッシュ制御装置とメモリバス（ＭＢ
ｕｓ）を経由してメイン・メモリに接続される、集中し
た１ＭＢの第２レベルのキャッシュを裏側にもつチップ
上キャッシュ（１０ＫＢのインストラクションと１６Ｋ
Ｂのデータに分かれる）を備えている。第一のキャッシ
ュ・ミスでは、イベント検出回路１０２は第一のキャッ
シュ・ミスを提供する第２レベルのキャッシュのＳＲＡ
Ｍ上のいくつかのピンをモニターすることによってキャ
ッシュ・ライン・リードを検出する。これは、メモリ・
システム１１２によって出力されたメモリ・システム信
号１１４で示される。第２レベルのキャッシュ・ミスを
検出するため、イベント検出器１０２は、メモリバス
（ＭＢｕｓ）をモニターし、メモリ・システム信号ライ
ン１１４において受信されたメイン・メモリ・リード上
に検出信号１１６を出力する。これらのメイン・メモリ
・リード信号を正しくモニターするために、本発明は、
ＭＢｕｓメモリ・アクセスがいくつかのバス・サイクル
を使用するので、状態情報を必要とする。イベント検出
器１０２はまた、ＣＰＵパイプラインがデータ・キャッ
シュ上でウェイティング中の時に作動するＳｕｐｅｒＳ
ｐａｒｃマイクロプロセッサ上の外部モニタピンを利用
することによってデータ・キャッシュ・ストール時間を
検出する。これもまたメモリ・システム信号ライン１１
４を介して受信される。本発明の好ましい実施例では、
イベント検出回路１０２はＰＡＬにおいて実行される。
しかしながら、当業者には明らかにわかる通り、検出器
１０２は他のタイプのハードウェア構成上でも実行する
ことができる。
【００３４】ダウン・カウンタ１０４は、検出信号ライ
ン１１６を介してイベント検出器１０２によって発生し
た検出信号を受信する。ダウン・カウンタ１０４は所定
の数のイベントが発生したときに信号ライン１２４上の
パルスを割り込みゼネレータ１０８に出力する。本発明
の好ましい実施例では、ダウン・カウンタ１０４はふた
つのＰＡＬを用いて実行され、２０ビットの深さをも
つ。これにより、パフォーマンス・モニタ１００は、パ
ルスがパルス・ライン１２４を経由し割り込みゼネレー
タ１０８に送られる前に２２０のイベントをカウントで
きる。割り込みゼネレータ１０８は、ＳＢｕｓカード１
１０上に実行され、ゼネレータがダウン・カウンタ１０
４から信号ライン１２４を経由してきたパルスを受信し
たとき、ＳＢｕｓ割り込みの割り込みライン１３０上へ
の発生する原因となる。これにより、本発明のロード可
能ダウン・カウンタ１０４と割り込みゼネレータ１０８
は、従来のシステムで用いられている単純なキャッシュ
・ミス・カウンタのかわりとなる。ダウン・カウンタ１
０４は、パフォーマンス・モニタ・システム１００が割
り込み１３０を発生したことを示すビットを含み、割り
込みを除去するためにレジスタを備える。ＳＢｕｓイン
ターフェイス１３２はまた、リセット・ライン１１８お
よびロード割り込み可能ライン１２０を介して、それぞ
れカウンタ１０４をリセットしたり割り込み可能にする
ために用いられる。加えて、ＳＢｕｓインターフェイス
は所定の値をＳＢＵＳデータ・ライン１２８を経由して
カウンタ１０４にロードするために用いられる。所定の
値はＳＢｕｓボード１１０を通り、ロード・カウンタ・
ライン１２２を経由してダウン・カウンタ１０４に供給
される。ダウン・カウンタ１０４は、検出信号ライン１
１６を経由して受信した検出信号の記憶された数が達し
たときにライン１２４上にパルスを発生させる。別の言
い方をすれば、キャッシュ・ミス・カウントがゼロに達
したとき、プロセッサは割込まれる。
ン１１６を介してイベント検出器１０２によって発生し
た検出信号を受信する。ダウン・カウンタ１０４は所定
の数のイベントが発生したときに信号ライン１２４上の
パルスを割り込みゼネレータ１０８に出力する。本発明
の好ましい実施例では、ダウン・カウンタ１０４はふた
つのＰＡＬを用いて実行され、２０ビットの深さをも
つ。これにより、パフォーマンス・モニタ１００は、パ
ルスがパルス・ライン１２４を経由し割り込みゼネレー
タ１０８に送られる前に２２０のイベントをカウントで
きる。割り込みゼネレータ１０８は、ＳＢｕｓカード１
１０上に実行され、ゼネレータがダウン・カウンタ１０
４から信号ライン１２４を経由してきたパルスを受信し
たとき、ＳＢｕｓ割り込みの割り込みライン１３０上へ
の発生する原因となる。これにより、本発明のロード可
能ダウン・カウンタ１０４と割り込みゼネレータ１０８
は、従来のシステムで用いられている単純なキャッシュ
・ミス・カウンタのかわりとなる。ダウン・カウンタ１
０４は、パフォーマンス・モニタ・システム１００が割
り込み１３０を発生したことを示すビットを含み、割り
込みを除去するためにレジスタを備える。ＳＢｕｓイン
ターフェイス１３２はまた、リセット・ライン１１８お
よびロード割り込み可能ライン１２０を介して、それぞ
れカウンタ１０４をリセットしたり割り込み可能にする
ために用いられる。加えて、ＳＢｕｓインターフェイス
は所定の値をＳＢＵＳデータ・ライン１２８を経由して
カウンタ１０４にロードするために用いられる。所定の
値はＳＢｕｓボード１１０を通り、ロード・カウンタ・
ライン１２２を経由してダウン・カウンタ１０４に供給
される。ダウン・カウンタ１０４は、検出信号ライン１
１６を経由して受信した検出信号の記憶された数が達し
たときにライン１２４上にパルスを発生させる。別の言
い方をすれば、キャッシュ・ミス・カウントがゼロに達
したとき、プロセッサは割込まれる。
【００３５】図２を参照すると、もうひとつの本発明の
好ましい実施例の計算機構造のブロック図が示されてい
る。パフォーマンス・モニタ２００において、図１のダ
ウン・カウンタ１０４は回路（サーキット）により柔軟
性をもたせるために、カウンタ２０４Ａとロード可能比
較レジスタ２０５Ａとに替わっている。本実施例は第１
および第２レベルのキャッシュ・ミスを同時にプロファ
イルすることをサポートする。本実施例は図１に示され
た実施例の延長である。パフォーマンス・モニタ２００
の構成部品がＰＡＬｓではなくフィールド・プログラム
可能ゲートアレイ（ＦＰＧＡ）に実行される。ＦＰＧＡ
を利用することにより、ソフトウェアからモニタ回路を
再構成することが可能になり、モニタを異なるイベント
または一連のイベント上でトリガーするように簡単に再
プログラムすることができるようになる。ＦＰＧＡは外
部プローブを持つＳＢｕｓボード２１０上に統合され、
これによって特定のアドレス・レンジ（例えばＩ／Ｏデ
バイス）への状態または検出アクセスなどの条件下でト
リガーすることができるような柔軟性のあるモニタリン
グ・アーキテクチャを供給する。ＦＰＧＡはいくつかの
別々のカウンタ２０４Ａと２０４Ｂを実行するので、第
１及び第２レベルのキャッシュ・ミスとデータ・キャッ
シュ・ストール時間を含むいくつかの異なるイベント・
クラスが同時にモニターできるようになる。カウンタ２
０４Ａ、２０４Ｂのどちらかが、それぞれの比較器２０
５Ａ、２０５Ｂに記憶された比較値と一致時、割り込み
が生じる。それは、割り込みがそれぞれの比較器２０５
Ａ、２０５Ｂによって、それぞれの割り込みライン２２
４Ａ、２２５Ｂにおいて生成された、ということであ
る。割り込みステータスビットは、モニターされたイベ
ントのうちでどれが割り込みの原因となったかを示す。
好ましい実施例の計算機構造のブロック図が示されてい
る。パフォーマンス・モニタ２００において、図１のダ
ウン・カウンタ１０４は回路（サーキット）により柔軟
性をもたせるために、カウンタ２０４Ａとロード可能比
較レジスタ２０５Ａとに替わっている。本実施例は第１
および第２レベルのキャッシュ・ミスを同時にプロファ
イルすることをサポートする。本実施例は図１に示され
た実施例の延長である。パフォーマンス・モニタ２００
の構成部品がＰＡＬｓではなくフィールド・プログラム
可能ゲートアレイ（ＦＰＧＡ）に実行される。ＦＰＧＡ
を利用することにより、ソフトウェアからモニタ回路を
再構成することが可能になり、モニタを異なるイベント
または一連のイベント上でトリガーするように簡単に再
プログラムすることができるようになる。ＦＰＧＡは外
部プローブを持つＳＢｕｓボード２１０上に統合され、
これによって特定のアドレス・レンジ（例えばＩ／Ｏデ
バイス）への状態または検出アクセスなどの条件下でト
リガーすることができるような柔軟性のあるモニタリン
グ・アーキテクチャを供給する。ＦＰＧＡはいくつかの
別々のカウンタ２０４Ａと２０４Ｂを実行するので、第
１及び第２レベルのキャッシュ・ミスとデータ・キャッ
シュ・ストール時間を含むいくつかの異なるイベント・
クラスが同時にモニターできるようになる。カウンタ２
０４Ａ、２０４Ｂのどちらかが、それぞれの比較器２０
５Ａ、２０５Ｂに記憶された比較値と一致時、割り込み
が生じる。それは、割り込みがそれぞれの比較器２０５
Ａ、２０５Ｂによって、それぞれの割り込みライン２２
４Ａ、２２５Ｂにおいて生成された、ということであ
る。割り込みステータスビットは、モニターされたイベ
ントのうちでどれが割り込みの原因となったかを示す。
【００３６】Ｆ．システム状態の記録 本発明のパフォーマンス・モニタからＳＢｕｓ１３２ま
たは２３２を経由してプロファイリング割り込みを受信
すると、オペレーティング・システムおよびユーザ・ア
プリケーションは、本発明と共働して、プロファイル・
データを記憶する。理論上、本発明は十分なシステム状
態をサンプルしてすべてのメモリ・システム・ボトルネ
ックの性質を精密に確認する。実際には、サンプル・デ
ータによる精度は、ボトルネックが多数のデータを収集
したオーバーヘッドに対してバランスを保たれなければ
ならないことを示している。例えば、状態がサンプリン
グされるときの複雑なデータ構造の状態を知ることが望
ましいとされるが、汎用プロファイラがそれぞれのプロ
ファイル割り込み上にプロセス・データ・セグメントの
フルダンプをつくることは恐ろしく高価なものになる。
たは２３２を経由してプロファイリング割り込みを受信
すると、オペレーティング・システムおよびユーザ・ア
プリケーションは、本発明と共働して、プロファイル・
データを記憶する。理論上、本発明は十分なシステム状
態をサンプルしてすべてのメモリ・システム・ボトルネ
ックの性質を精密に確認する。実際には、サンプル・デ
ータによる精度は、ボトルネックが多数のデータを収集
したオーバーヘッドに対してバランスを保たれなければ
ならないことを示している。例えば、状態がサンプリン
グされるときの複雑なデータ構造の状態を知ることが望
ましいとされるが、汎用プロファイラがそれぞれのプロ
ファイル割り込み上にプロセス・データ・セグメントの
フルダンプをつくることは恐ろしく高価なものになる。
【００３７】本発明のパフォーマンス・モニタは、柔軟
性と情報の精度とオーバーヘッドとの間の他の相対関係
（trade-off ）を示す２つのデータ収集メカニズムをサ
ポートする。最も柔軟性があって最も安価なメカニズム
は、システム・ワイド・サンプリングである。システム
・ワイド・プロファイリングが割り込み可能であると
き、サンプリング割り込みが起こるときはいつも、ハン
ドラが簡単なサンプル・レコードをカーネル・プロファ
イリング・バファーに加える。レコードは典型的に次の
ような情報を含む。 （タイムスタンプ、現在のプロセスＩｄ、プロセッサ・
ステータス・ワード、現在のプログラムカウンタ値）ユ
ーザレベルのディーモン（daemon）は規則的にプロファ
イリング・バファーをユーザスペースにコピーし、その
内容をファイルにセーブする。事後分析ツールはその後
キャッシュ・ミス・プロファイルをプロセス毎に統合
し、ユーザ及びシステム・モードキャッシュ・ミス、プ
ロッティング（タイム・データを用いて）キャッシュ・
ッミス・サンプル対時間をレポートする。加えて、プロ
セスＩＤと交信実行可能ファイル間のマッピングが維持
されていれば、実行可能シンボル・テーブルは、実行毎
にキャッシュ・ミス数を与えるＵＮＩＸ ｐｒｏｆスタ
イル・プロファイルを統合するのに用いられる。
性と情報の精度とオーバーヘッドとの間の他の相対関係
（trade-off ）を示す２つのデータ収集メカニズムをサ
ポートする。最も柔軟性があって最も安価なメカニズム
は、システム・ワイド・サンプリングである。システム
・ワイド・プロファイリングが割り込み可能であると
き、サンプリング割り込みが起こるときはいつも、ハン
ドラが簡単なサンプル・レコードをカーネル・プロファ
イリング・バファーに加える。レコードは典型的に次の
ような情報を含む。 （タイムスタンプ、現在のプロセスＩｄ、プロセッサ・
ステータス・ワード、現在のプログラムカウンタ値）ユ
ーザレベルのディーモン（daemon）は規則的にプロファ
イリング・バファーをユーザスペースにコピーし、その
内容をファイルにセーブする。事後分析ツールはその後
キャッシュ・ミス・プロファイルをプロセス毎に統合
し、ユーザ及びシステム・モードキャッシュ・ミス、プ
ロッティング（タイム・データを用いて）キャッシュ・
ッミス・サンプル対時間をレポートする。加えて、プロ
セスＩＤと交信実行可能ファイル間のマッピングが維持
されていれば、実行可能シンボル・テーブルは、実行毎
にキャッシュ・ミス数を与えるＵＮＩＸ ｐｒｏｆスタ
イル・プロファイルを統合するのに用いられる。
【００３８】システム・ワイド・サンプリングの欠点
は、それが単に、キャッシュ・ミスが発生している状態
についてのプロセス及び実行レベルの情報のみを供給す
るということである。ひとつの好ましいアプローチは、
ソフトウェア信号と共に実行されたより柔軟性のあるユ
ーザレベルのプロファイリングである。ユーザレベルの
プロファイリングでは、アプリケ−ションが特別なサン
プリング・デバイスを開いて、プロセッサに位置する割
り込みハンドラに、それがメモリ・システム・サンプリ
ング信号の受信を望んでいることを示す。サンプリング
割り込みが起こったとき、割り込みハンドラは現在実行
中のプロセスがサンプリング・デバイスを開いたかどう
かをチェックし、もしそうであれば、信号をプロセスに
送る。カーネル（ｋｅｒｎｅｌ）がユーザ・プロセスを
再開（ｒｅｓｕｍｅ）するとき、カーネルは送られた信
号を検出し、信号ハンドラ内のプロセスを再スタートさ
せ、ユーザ・プロセスはサンプリング信号のために登録
される。このハンドラは、プロセス状態に関連する要素
を記録し、そしてプロセスの最初に実行していた実行ス
レッドへの戻りを制御する。この技術はシステム・ワイ
ド・サンプリングほどには非侵入的ではない。なぜな
ら、信号ハンドラを呼び出し、エキストラのオーバーヘ
ッドに関連する最初の制御スレッドを再開するからであ
る。しかしながら、サンプリング値がそれほど高くなけ
れば、エキストラのオーバーヘッドは依然無視して構わ
ない。
は、それが単に、キャッシュ・ミスが発生している状態
についてのプロセス及び実行レベルの情報のみを供給す
るということである。ひとつの好ましいアプローチは、
ソフトウェア信号と共に実行されたより柔軟性のあるユ
ーザレベルのプロファイリングである。ユーザレベルの
プロファイリングでは、アプリケ−ションが特別なサン
プリング・デバイスを開いて、プロセッサに位置する割
り込みハンドラに、それがメモリ・システム・サンプリ
ング信号の受信を望んでいることを示す。サンプリング
割り込みが起こったとき、割り込みハンドラは現在実行
中のプロセスがサンプリング・デバイスを開いたかどう
かをチェックし、もしそうであれば、信号をプロセスに
送る。カーネル（ｋｅｒｎｅｌ）がユーザ・プロセスを
再開（ｒｅｓｕｍｅ）するとき、カーネルは送られた信
号を検出し、信号ハンドラ内のプロセスを再スタートさ
せ、ユーザ・プロセスはサンプリング信号のために登録
される。このハンドラは、プロセス状態に関連する要素
を記録し、そしてプロセスの最初に実行していた実行ス
レッドへの戻りを制御する。この技術はシステム・ワイ
ド・サンプリングほどには非侵入的ではない。なぜな
ら、信号ハンドラを呼び出し、エキストラのオーバーヘ
ッドに関連する最初の制御スレッドを再開するからであ
る。しかしながら、サンプリング値がそれほど高くなけ
れば、エキストラのオーバーヘッドは依然無視して構わ
ない。
【００３９】Ｍｐｒｏｆにおけるユーザ・サンプリング
へのデフォルト・インターフェイスは、アプリケーショ
ンの、デフォルトの開始と終了のルーチンに替わる特別
なライブラリへのリンクを必要とする。新しい開始ルー
チンはサンプリング信号ハンドラを装備し、終了ルーチ
ンがファイルにプロファイルアウトを書き込む間サンプ
リング・デバイスを開く。（本ライブラリ・インターフ
ェイスはＵＮＩＸのもとでのプロファイリングを可能に
するための−ｐフラッグに類似する。）Ｍｐｒｏｆサン
プリング信号ハンドラは現在のプロシージャ・コールス
トックを記録し、キャッシュ・ミスは特定の「前後関係
化された（contextualized）」プロシージャ・コール・
パスと組み合わされる。Ｍｐｒｏｆは、例えば、ｆｏｏ
２がメインから呼び出されたｆｏｏ１から呼び出された
ときにキャッシュ・ミスを招くことをレポートする。コ
ールパス・プロファイルはハンドラによって生み出され
たコ−ルスタックサンプルファイルをフィードすること
により、パフォーマンスクリティカルコールパスを強調
し、データを相互的に探査する設備をもつＣｐｐｒｏｆ
システムのなかに統合される。Ｃｐｐｒｏｆは、１９９
３年夏期ＵＳＥＮＩＸ議事録、ホール（Ｈａｌｌ）等の
「ＵＮＩＸにおけるモノトニックプログラムリソースの
コール・パス・プロファイリング」（Call Path Profil
ing of Monotonic Program resources in UNIX ）のな
かで論じられ、そのすべては、ここに参照により組み込
まれる。１つの例が下記に与えられ、これはユーザレベ
ルのＮｐｒｏｆプロファイルがＣｐｐｒｏｆ環境のなか
でどのように見られるかを示している。
へのデフォルト・インターフェイスは、アプリケーショ
ンの、デフォルトの開始と終了のルーチンに替わる特別
なライブラリへのリンクを必要とする。新しい開始ルー
チンはサンプリング信号ハンドラを装備し、終了ルーチ
ンがファイルにプロファイルアウトを書き込む間サンプ
リング・デバイスを開く。（本ライブラリ・インターフ
ェイスはＵＮＩＸのもとでのプロファイリングを可能に
するための−ｐフラッグに類似する。）Ｍｐｒｏｆサン
プリング信号ハンドラは現在のプロシージャ・コールス
トックを記録し、キャッシュ・ミスは特定の「前後関係
化された（contextualized）」プロシージャ・コール・
パスと組み合わされる。Ｍｐｒｏｆは、例えば、ｆｏｏ
２がメインから呼び出されたｆｏｏ１から呼び出された
ときにキャッシュ・ミスを招くことをレポートする。コ
ールパス・プロファイルはハンドラによって生み出され
たコ−ルスタックサンプルファイルをフィードすること
により、パフォーマンスクリティカルコールパスを強調
し、データを相互的に探査する設備をもつＣｐｐｒｏｆ
システムのなかに統合される。Ｃｐｐｒｏｆは、１９９
３年夏期ＵＳＥＮＩＸ議事録、ホール（Ｈａｌｌ）等の
「ＵＮＩＸにおけるモノトニックプログラムリソースの
コール・パス・プロファイリング」（Call Path Profil
ing of Monotonic Program resources in UNIX ）のな
かで論じられ、そのすべては、ここに参照により組み込
まれる。１つの例が下記に与えられ、これはユーザレベ
ルのＮｐｒｏｆプロファイルがＣｐｐｒｏｆ環境のなか
でどのように見られるかを示している。
【００４０】本発明者は、Ｍｐｒｏｆのデフォルト・コ
ールスタック・サンプリング信号ハンドラ２３４がメモ
リ・システムのボトルネックを適正に絶縁することを発
見した。しかしながら、より複雑なアプリケーションに
おいて、パフォーマンス・チューナーは、デフォルト・
ハンドラを、特定のプロシージャまたはあるグローバル
ステ−ト変数の状態に対する引数のような、特定の情報
をアプリケーションに記録するような特別なハンドラに
取り替えることを望むであろう。なぜならば信号ハンド
ラは、アプリケーション・プログラムの一部分であり、
関連する技術においてそれがユーザ定義済みハンドラと
取り替えられることでよく知られていると思われるから
である。下記に示すのは、Ｍｐｒｏｆのシステム・ワイ
ドとユーザレベルのサンプリングを用いてつくられたプ
ロファイルの例である。
ールスタック・サンプリング信号ハンドラ２３４がメモ
リ・システムのボトルネックを適正に絶縁することを発
見した。しかしながら、より複雑なアプリケーションに
おいて、パフォーマンス・チューナーは、デフォルト・
ハンドラを、特定のプロシージャまたはあるグローバル
ステ−ト変数の状態に対する引数のような、特定の情報
をアプリケーションに記録するような特別なハンドラに
取り替えることを望むであろう。なぜならば信号ハンド
ラは、アプリケーション・プログラムの一部分であり、
関連する技術においてそれがユーザ定義済みハンドラと
取り替えられることでよく知られていると思われるから
である。下記に示すのは、Ｍｐｒｏｆのシステム・ワイ
ドとユーザレベルのサンプリングを用いてつくられたプ
ロファイルの例である。
【００４１】Ｇ．ケーススタディ 下記のケーススタディはファイルメモリ・システム・パ
フォーマンスに実行された本発明のベーシック機能を表
すために示されている。Ｍｐｒｏｆの大事な機能を強調
するため、フルアプリケーション・プログラムよりはこ
れらのケーススタディを行うために定形化した合成ベン
チマークが用いられている。 １．システム・ワイド・サンプリング 本スタディは、Ｓｐａｒｃ １０／４１の第２レベルの
キャッシュの効率性におけるマルチプログラミングの影
響を考察する。特に、ある特定のアプリケーションであ
り、０．９ＭＢのデータ構造のすべての要素を繰り返し
読み取るｃａｃｈｅ＿ｈｏｇの特質がプロファイルされ
る。ひとつの実例であるｃａｃｈｅ＿ｈｏｇを生むスク
リプトは、それが終わるのを待ち、そして下記に示した
ふたつの同時に起こるプログラム呼び出しを開始する。 cache hog sleep 1 cache hog & cache hog; sleep 15 実際のデータはハードウェア・サンプリングを可能にす
ることにより収集され、割り込みハンドラにログインを
記録し、テストスクリプトをランし、そしてサンプリン
グを不能にするコマンドは次の通りである。 star profd; gen workload; stop profd. この例では、Ｍｐｒｏｆは１６３８４リードが第２レベ
ルのキャッシュをミスした後にプロファイリング割り込
みを発生させるよう配置されている。システム・ワイド
・サンプリング・モードにおいて、ハンドラはそれぞれ
のプロファイリング割り込み上にタイム・スタンプ、プ
ロセスｉｄ（ＰＩＤ）、プログラム・カウンタ（ＰＣ）
を記録する。Ｍｐｒｏｆはタイム・スタンプとＰＩＤを
キャッシュ・ミス・サンプル対それぞれのプロセスにか
かった時間にプロットするために用いる。表３は我々の
テスト作業負荷へのプロットを示す。表４は、ライン３
０２がひとつのｃａｃｈｅ＿ｈｏｇ実施によって発生し
たミスに対応し、ライン３０４と３０６はマシンを共有
する一対のｈｏｇを示す。表３より、マルチプログラム
化されたジョブのミス値は実質上単一プログラム化され
た片方のミス値を上回ることは明らかである。特に、プ
ログラムがそれだけで動いているときは１０のサンプル
が得られるが、ふたつの実行がマシンを共有するときは
７５＋７７＝１５２のサンプルが得られる。追加のミス
はプロセスがキャッシュにおいて妨害をし、それぞれの
プロセスが他方のデータをフラッシュすることで発生す
る。
フォーマンスに実行された本発明のベーシック機能を表
すために示されている。Ｍｐｒｏｆの大事な機能を強調
するため、フルアプリケーション・プログラムよりはこ
れらのケーススタディを行うために定形化した合成ベン
チマークが用いられている。 １．システム・ワイド・サンプリング 本スタディは、Ｓｐａｒｃ １０／４１の第２レベルの
キャッシュの効率性におけるマルチプログラミングの影
響を考察する。特に、ある特定のアプリケーションであ
り、０．９ＭＢのデータ構造のすべての要素を繰り返し
読み取るｃａｃｈｅ＿ｈｏｇの特質がプロファイルされ
る。ひとつの実例であるｃａｃｈｅ＿ｈｏｇを生むスク
リプトは、それが終わるのを待ち、そして下記に示した
ふたつの同時に起こるプログラム呼び出しを開始する。 cache hog sleep 1 cache hog & cache hog; sleep 15 実際のデータはハードウェア・サンプリングを可能にす
ることにより収集され、割り込みハンドラにログインを
記録し、テストスクリプトをランし、そしてサンプリン
グを不能にするコマンドは次の通りである。 star profd; gen workload; stop profd. この例では、Ｍｐｒｏｆは１６３８４リードが第２レベ
ルのキャッシュをミスした後にプロファイリング割り込
みを発生させるよう配置されている。システム・ワイド
・サンプリング・モードにおいて、ハンドラはそれぞれ
のプロファイリング割り込み上にタイム・スタンプ、プ
ロセスｉｄ（ＰＩＤ）、プログラム・カウンタ（ＰＣ）
を記録する。Ｍｐｒｏｆはタイム・スタンプとＰＩＤを
キャッシュ・ミス・サンプル対それぞれのプロセスにか
かった時間にプロットするために用いる。表３は我々の
テスト作業負荷へのプロットを示す。表４は、ライン３
０２がひとつのｃａｃｈｅ＿ｈｏｇ実施によって発生し
たミスに対応し、ライン３０４と３０６はマシンを共有
する一対のｈｏｇを示す。表３より、マルチプログラム
化されたジョブのミス値は実質上単一プログラム化され
た片方のミス値を上回ることは明らかである。特に、プ
ログラムがそれだけで動いているときは１０のサンプル
が得られるが、ふたつの実行がマシンを共有するときは
７５＋７７＝１５２のサンプルが得られる。追加のミス
はプロセスがキャッシュにおいて妨害をし、それぞれの
プロセスが他方のデータをフラッシュすることで発生す
る。
【００４２】この現象は、それぞれのｃａｃｈｅ＿ｈｏ
ｇの実行が第２レベルのキャッシュにあるラインの９０
％を用いたいと望むことからみて、驚くべきことではな
い。Ｍｐｒｏｆは、しかしながら効果を視覚化し、数量
化するために役立つ。さらに、この例はいかにして、時
間をかけて、属性ミスを正しくそれらを招くプロセスに
サンプリングするかを示している。しかしながら、マル
チプログラム化されたジョブには、サンプルは４つなら
びに５つのグループにクラスタすると思われることに注
意。この密集は悪いサンプリングによる人工物である−
説明のために我々は１６３８４ミスという決められたサ
ンプリング・インターバルを用いた。与えられた３３ｍ
ｓ時間のなかで、あるプロセスは約８０００の第２レベ
ルのキャッシュ・ミスをもたらす。このため、与えられ
た時間のなかで、我々が８０００でミス・カウンタを増
し、そして前後関係が切り替わり、これらのミスが最後
には別のプロセスにチャージされることになることがし
ばしばありうる。ランダムに行われたサンプリングで
は、このようなエラーはキャンセルされがちであるが、
決められたインターバルを開けたサンプリングでは、表
３に見られる密集を生むにあたって相関関係が起こりう
る。病理学的なケースでは、サンプリング値と時間あた
りのミス数が選ばれるため、すべてのサンプルは事実上
しばしば等しくミスする２つのプロセスのうちのどちら
かをヒットすることになる。この可能性はサンプリング
をサンプル間のインターバルを違えることによってラン
ダム化することを強く主張するものである。
ｇの実行が第２レベルのキャッシュにあるラインの９０
％を用いたいと望むことからみて、驚くべきことではな
い。Ｍｐｒｏｆは、しかしながら効果を視覚化し、数量
化するために役立つ。さらに、この例はいかにして、時
間をかけて、属性ミスを正しくそれらを招くプロセスに
サンプリングするかを示している。しかしながら、マル
チプログラム化されたジョブには、サンプルは４つなら
びに５つのグループにクラスタすると思われることに注
意。この密集は悪いサンプリングによる人工物である−
説明のために我々は１６３８４ミスという決められたサ
ンプリング・インターバルを用いた。与えられた３３ｍ
ｓ時間のなかで、あるプロセスは約８０００の第２レベ
ルのキャッシュ・ミスをもたらす。このため、与えられ
た時間のなかで、我々が８０００でミス・カウンタを増
し、そして前後関係が切り替わり、これらのミスが最後
には別のプロセスにチャージされることになることがし
ばしばありうる。ランダムに行われたサンプリングで
は、このようなエラーはキャンセルされがちであるが、
決められたインターバルを開けたサンプリングでは、表
３に見られる密集を生むにあたって相関関係が起こりう
る。病理学的なケースでは、サンプリング値と時間あた
りのミス数が選ばれるため、すべてのサンプルは事実上
しばしば等しくミスする２つのプロセスのうちのどちら
かをヒットすることになる。この可能性はサンプリング
をサンプル間のインターバルを違えることによってラン
ダム化することを強く主張するものである。
【００４３】プロファイル結果に戻ると、サンプルに用
いられたデータはどのプロセスがキャッシュのなかでミ
スされたかのみならず、どのプログラム・カウンタがこ
れらのミスと組み合わされたかを確認するものである。
プロファイリングが動く間、規則的にプロセッサ・ステ
イタス・コマンド（ｐｓ）を実行することにより、Ｍｐ
ｒｏｆはＰＩＤｓから実行可能なファイル・ネームへマ
ッピングを記録する。事後分析データ・ビューイング・
フェーズの間、ユーザが表３に与えられた概略グラフの
線のなかのひとつをクリックすると、Ｍｐｒｏｆはこの
記録を、実行可能ファイルネームのなかにＰＩＤ対応の
マップを書き入れるために活用し、ファイルからシンボ
ル・テーブルを抽出し、そしてサンプルに用いられたプ
ログラム・カウンタ情報からのプロシージャ・レベルの
キャッシュ・ミス・プロファイルを統合する。
いられたデータはどのプロセスがキャッシュのなかでミ
スされたかのみならず、どのプログラム・カウンタがこ
れらのミスと組み合わされたかを確認するものである。
プロファイリングが動く間、規則的にプロセッサ・ステ
イタス・コマンド（ｐｓ）を実行することにより、Ｍｐ
ｒｏｆはＰＩＤｓから実行可能なファイル・ネームへマ
ッピングを記録する。事後分析データ・ビューイング・
フェーズの間、ユーザが表３に与えられた概略グラフの
線のなかのひとつをクリックすると、Ｍｐｒｏｆはこの
記録を、実行可能ファイルネームのなかにＰＩＤ対応の
マップを書き入れるために活用し、ファイルからシンボ
ル・テーブルを抽出し、そしてサンプルに用いられたプ
ログラム・カウンタ情報からのプロシージャ・レベルの
キャッシュ・ミス・プロファイルを統合する。
【００４４】２．Ｃｐｐｒｏｆにおけるユーザレベルの
サンプリング 本ケーススタディは、データ・ストール・サイクルとコ
ールパスとを関連づけ、メモリ階層の上にあまりよくマ
ップされていないプログラムの領域を確認するＭｐｒｏ
ｆの能力を示す。本ケーススタディはレコードの大きな
配列をｑソート・ライブラリ・ルーチンを用いてソート
するためにいくつかのアプローチを比較する。このルー
チンは決められたサイズの、ポインタを与えられたレコ
ードの配列、レコードのサイズ、レコードの数、そして
ふたつのレコードを比較するためのファンクションをソ
ートする。平均では、ｑソートはＮレコードをソートす
るときにＮｌｏｇＮ比較を実行し、ふたつのレコードが
実行不可能なとき、それらは決まった場所にスワッピン
グされる。
サンプリング 本ケーススタディは、データ・ストール・サイクルとコ
ールパスとを関連づけ、メモリ階層の上にあまりよくマ
ップされていないプログラムの領域を確認するＭｐｒｏ
ｆの能力を示す。本ケーススタディはレコードの大きな
配列をｑソート・ライブラリ・ルーチンを用いてソート
するためにいくつかのアプローチを比較する。このルー
チンは決められたサイズの、ポインタを与えられたレコ
ードの配列、レコードのサイズ、レコードの数、そして
ふたつのレコードを比較するためのファンクションをソ
ートする。平均では、ｑソートはＮレコードをソートす
るときにＮｌｏｇＮ比較を実行し、ふたつのレコードが
実行不可能なとき、それらは決まった場所にスワッピン
グされる。
【００４５】本ケーススタディでは、本発明はそれぞれ
４バイトの整数キーをもつ２００，０００の３２バイト
のレコードを含む６ＭＢのデータ・セットを作動する。
基本ケースでは、ｑソートは３２バイトのレコードの全
配列上で実施される。ｑソートは整数キーを比較するが
３２バイトのレコードの全てをスワッピングするので、
この実行はやや非効率的である。この不必要なコピー
は、レコードそれ自体をソートするよりもレコードのポ
インタをソートすることにより防ぐことができる。ポイ
ンタ配列を初期化し、要素を比較する疑似コードは下記
に示される。 init ptr array(Record *record ptr, int cnt) { for (i=0; i<cnt: i+=1) record ptr[i] = rec + i; } compare record ptr(Record **rp1, Record **rp2) { return ( (*rp1)->key - (*rp2)->key ); }
４バイトの整数キーをもつ２００，０００の３２バイト
のレコードを含む６ＭＢのデータ・セットを作動する。
基本ケースでは、ｑソートは３２バイトのレコードの全
配列上で実施される。ｑソートは整数キーを比較するが
３２バイトのレコードの全てをスワッピングするので、
この実行はやや非効率的である。この不必要なコピー
は、レコードそれ自体をソートするよりもレコードのポ
インタをソートすることにより防ぐことができる。ポイ
ンタ配列を初期化し、要素を比較する疑似コードは下記
に示される。 init ptr array(Record *record ptr, int cnt) { for (i=0; i<cnt: i+=1) record ptr[i] = rec + i; } compare record ptr(Record **rp1, Record **rp2) { return ( (*rp1)->key - (*rp2)->key ); }
【００４６】基本ケースとレコードポインタソートの機
能はそれぞれをユーザレベルのサンプリングを経由した
実際時間とデータ・ストール時間（実際時間の信号はＵ
ＮＩＸセティタイマー機能を用いて発信されている）の
両方をプロファイルすることにより比較することができ
る。基本ケースのＣｐｐｒｏｆプロファイルからの引用
は下記に示される。プロファイルの各ラインは、ｑソー
ト・ルーチンで探したコールパスに対応する。%body%で
終わる入力は、プロシージャ・ボディ（procedure bod
y）で費やされた合計時間を示し、Data_Stallで終わる
入力はデータを待ってストールするのに費やされた時間
を示す。例えば、下記のプロファイルの最後のコールパ
スは、それがｑソートにより呼び出されたcompare_reco
rds というプロシージャ中のデータを待つために、０．
６２秒が費やされたことを示す。 format: Call Path [Time in Seconds] -------------------------------------- (qsort %body%) [6.86] (qsort Data stall) [1.98] (qsort compare record %body%) [1.40] (qsort compare record Data stall) [0.62]
能はそれぞれをユーザレベルのサンプリングを経由した
実際時間とデータ・ストール時間（実際時間の信号はＵ
ＮＩＸセティタイマー機能を用いて発信されている）の
両方をプロファイルすることにより比較することができ
る。基本ケースのＣｐｐｒｏｆプロファイルからの引用
は下記に示される。プロファイルの各ラインは、ｑソー
ト・ルーチンで探したコールパスに対応する。%body%で
終わる入力は、プロシージャ・ボディ（procedure bod
y）で費やされた合計時間を示し、Data_Stallで終わる
入力はデータを待ってストールするのに費やされた時間
を示す。例えば、下記のプロファイルの最後のコールパ
スは、それがｑソートにより呼び出されたcompare_reco
rds というプロシージャ中のデータを待つために、０．
６２秒が費やされたことを示す。 format: Call Path [Time in Seconds] -------------------------------------- (qsort %body%) [6.86] (qsort Data stall) [1.98] (qsort compare record %body%) [1.40] (qsort compare record Data stall) [0.62]
【００４７】このプロファイル内の情報を用いて、表２
の第１列が作成され、これはプロセッサが作動している
時間（ＣＰＵ）、データを待ってプロセッサがストール
される時間（ＤＳ）及び合計時間を示すものである。
尚、ＣＰＵの数が合計時間よりＤＳを減算することによ
り派生する。時間はｑソートならびに比較ルーチンの個
々それぞれ、そして qsort+compareの両方のためにレポ
ートされる。qsort+compare の欄をみると、ポインタソ
ートを用いることにより不必要なコピーを排除すること
でＣＰＵ時間の３．１秒を節約しているが、データ・ス
トール時間は変わっていない。この現象についての適当
な説明としては、実際にキャッシュ階層を通過するデー
タの量がどちらのインプリメンテーションにおいても同
じだからだといえる。ポインタを基本にしたインプリメ
ンテーションでは、比較機能はレコードのキーフィール
ドにアクセスするためのポインタを逆引用（dereferenc
es）する。しかし、第１キャッシュが３２バイトライン
をもつことから、キーフィールドへの各引用（referenc
e ）は、キャッシュに３２バイトのレコードの全てをロ
ードさせることになる。
の第１列が作成され、これはプロセッサが作動している
時間（ＣＰＵ）、データを待ってプロセッサがストール
される時間（ＤＳ）及び合計時間を示すものである。
尚、ＣＰＵの数が合計時間よりＤＳを減算することによ
り派生する。時間はｑソートならびに比較ルーチンの個
々それぞれ、そして qsort+compareの両方のためにレポ
ートされる。qsort+compare の欄をみると、ポインタソ
ートを用いることにより不必要なコピーを排除すること
でＣＰＵ時間の３．１秒を節約しているが、データ・ス
トール時間は変わっていない。この現象についての適当
な説明としては、実際にキャッシュ階層を通過するデー
タの量がどちらのインプリメンテーションにおいても同
じだからだといえる。ポインタを基本にしたインプリメ
ンテーションでは、比較機能はレコードのキーフィール
ドにアクセスするためのポインタを逆引用（dereferenc
es）する。しかし、第１キャッシュが３２バイトライン
をもつことから、キーフィールドへの各引用（referenc
e ）は、キャッシュに３２バイトのレコードの全てをロ
ードさせることになる。
【００４８】データ帯域幅の必要条件は、それぞれのレ
コードが全データベースのレコードへのポインタとその
レコードのキーのコピーのみを含む”ｌｉｔｔｌｅ”レ
コード（ＬＲｅｃｓ）をつくることによって減らすこと
ができる。 init little record(Record *rec, LRec *lrec, int cnt) { for (i=0; i<cnt;1 i+=1) { lrec[1].key = rec[1].key; lrec[1].record ptr = rec + i; } } これらの８バイトの”ｌｉｔｔｌｅ”レコードはその後
ｑソートを用いて直接ソートできる。この場合、ｑソー
トは８バイトのレコードをスワッピングして４バイトキ
ーを比較する。エキストラの４バイトのコピーは、ポイ
ンタをレコードそれ自体ではなくｌｉｔｔｌｅレコード
でソートすることによって排除することができる。ＬＲ
ｅｃ及びＬＲｅｃポインタ・インプリメンテーションの
決は表２の下２列に表される。ｑソートに費やされた時
間を考察すると、８から４バイトへのコピーを減らすこ
とにより、ＣＰＵ時間をほぼ半分節約することが示され
ている。（1.2 対2.5 ）しかしながら、この方式ではＣ
ＰＵ時間の比較において増えており、（エキストラポイ
ンタ分の違いがある）ｑソートと比較の両方によるデー
タ・ストール時間も増えている。データ・ストール時間
におけるこの増加は、レコードへのポインタの配列が有
効なデータ・セットのサイズをｌｉｔｔｌｅレコード毎
に８バイトから１２バイトに増加させるという事実によ
り説明される。最後に、ｌｉｔｔｌｅレコードそれ自体
をソートすることは優れたアプローチであり、全レコー
ドをソートするよりも２．５秒早くランする。
コードが全データベースのレコードへのポインタとその
レコードのキーのコピーのみを含む”ｌｉｔｔｌｅ”レ
コード（ＬＲｅｃｓ）をつくることによって減らすこと
ができる。 init little record(Record *rec, LRec *lrec, int cnt) { for (i=0; i<cnt;1 i+=1) { lrec[1].key = rec[1].key; lrec[1].record ptr = rec + i; } } これらの８バイトの”ｌｉｔｔｌｅ”レコードはその後
ｑソートを用いて直接ソートできる。この場合、ｑソー
トは８バイトのレコードをスワッピングして４バイトキ
ーを比較する。エキストラの４バイトのコピーは、ポイ
ンタをレコードそれ自体ではなくｌｉｔｔｌｅレコード
でソートすることによって排除することができる。ＬＲ
ｅｃ及びＬＲｅｃポインタ・インプリメンテーションの
決は表２の下２列に表される。ｑソートに費やされた時
間を考察すると、８から４バイトへのコピーを減らすこ
とにより、ＣＰＵ時間をほぼ半分節約することが示され
ている。（1.2 対2.5 ）しかしながら、この方式ではＣ
ＰＵ時間の比較において増えており、（エキストラポイ
ンタ分の違いがある）ｑソートと比較の両方によるデー
タ・ストール時間も増えている。データ・ストール時間
におけるこの増加は、レコードへのポインタの配列が有
効なデータ・セットのサイズをｌｉｔｔｌｅレコード毎
に８バイトから１２バイトに増加させるという事実によ
り説明される。最後に、ｌｉｔｔｌｅレコードそれ自体
をソートすることは優れたアプローチであり、全レコー
ドをソートするよりも２．５秒早くランする。
【表２】
【００４９】データ・ストール・サイクル時間の可用性
は、上記の最適化プロセスにより明らかに単純化され
る。特に、上にあげられたデータ・アクセス・ストール
時間情報は全レコードポインタ・インプリメンテーショ
ンというデータの動きを減らすという発明者の意図に焦
点を当てている。また、ＬＲｅｃおよびＬＲｅｃポイン
タ・インプリメンテーションにおいて、ＣＰＵ時間とデ
ータ・ストール時間との間に相対関係があり、それぞれ
の数を明示する方策は、我々がこの相対関係を理解する
ことを許容するものである。このような相対関係を、Ｍ
ｐｒｏｆが与える経験的データのようなものを持たずに
理解することは非常に難しい。また、この例はＭｐｒｏ
ｆ／Ｃｐｐｒｏｆの積み上げられた機能性にのみ触れて
いることに注意。全システムにおいて、ユーザは現在第
１レベルのキャッシュ・ミス情報とデータ・パイプライ
ン・ストール・サイクル、ならびにＣｐｐｒｏｆの実際
時間、ユーザ時間、ページ障害プロファイルを派生した
Ｍｐｒｏｆへのアクセスを持つ。加えて、Ｃｐｐｒｏｆ
は異なるタイプのプロファイル（ファンクション・ボデ
ィ、body+descendants、上方または下方コールパス）
と、プログラムのダイナミック・コールグラフにあるノ
ードのさまざまなサブセットに関連するプログラム・デ
ータを統合する対話型シェルをもたらす。要約すると、
Ｍｐｒｏｆによって生み出されたスタック・サンプル
は、発展したプロファイリング環境に自然にフィットす
る。
は、上記の最適化プロセスにより明らかに単純化され
る。特に、上にあげられたデータ・アクセス・ストール
時間情報は全レコードポインタ・インプリメンテーショ
ンというデータの動きを減らすという発明者の意図に焦
点を当てている。また、ＬＲｅｃおよびＬＲｅｃポイン
タ・インプリメンテーションにおいて、ＣＰＵ時間とデ
ータ・ストール時間との間に相対関係があり、それぞれ
の数を明示する方策は、我々がこの相対関係を理解する
ことを許容するものである。このような相対関係を、Ｍ
ｐｒｏｆが与える経験的データのようなものを持たずに
理解することは非常に難しい。また、この例はＭｐｒｏ
ｆ／Ｃｐｐｒｏｆの積み上げられた機能性にのみ触れて
いることに注意。全システムにおいて、ユーザは現在第
１レベルのキャッシュ・ミス情報とデータ・パイプライ
ン・ストール・サイクル、ならびにＣｐｐｒｏｆの実際
時間、ユーザ時間、ページ障害プロファイルを派生した
Ｍｐｒｏｆへのアクセスを持つ。加えて、Ｃｐｐｒｏｆ
は異なるタイプのプロファイル（ファンクション・ボデ
ィ、body+descendants、上方または下方コールパス）
と、プログラムのダイナミック・コールグラフにあるノ
ードのさまざまなサブセットに関連するプログラム・デ
ータを統合する対話型シェルをもたらす。要約すると、
Ｍｐｒｏｆによって生み出されたスタック・サンプル
は、発展したプロファイリング環境に自然にフィットす
る。
【００５０】Ｈ．他の実施例 上記のケーススタディは、Ｍｐｒｏｆが抽出できる情報
のタイプを確認する。Ｍｐｒｏｆには性能を改善し、継
続するために実行されるいくつかの機能がある。例え
ば、現在、サンプルされたシステム状態は「コード中
心」の性質のものである。それは、システム・ワイド・
サンプリングとユーザレベルのコールパス・サンプリン
グの両方において、プログラム・カウンタまたは一連の
プログラム・カウンタが記録されているということであ
る。このデータによってコードのどの場所においてメモ
リ・システム性能が劣るかを確認することができるが、
どのデータ構造に支障があるかを直接記録するものでは
ない。また、サンプリング割り込みをトリガーするキャ
ッシュ・ミスの仮想アドレスを記録することにより、デ
ータのホット・スポットの未加工のプロファイルを手に
入れることができる。しかしながら、このデータからユ
ーザレベルのプロファイルを作り出すためには、仮想ア
ドレスがユーザレベルのデータ構造に関連していなけれ
ばならない。このようなマッピングを達成するための技
術は、１９９２年、ＡＣＭ ＳＩＧＭＥＴＲＩＣＳ コ
ンピュータ・システムの方策とモデリングについての会
議議事録、マートニッシ（Martonisi ）等の「ＭｅｍＳ
ｐｙ： プログラム内におけるメモリ・システム・ボト
ルネックの分析（MemSpy: Analyzing Memory System Bo
ttlenecks in Programs ）」のなかで論じられ、そのす
べては、ここに参照により組み込まれる。
のタイプを確認する。Ｍｐｒｏｆには性能を改善し、継
続するために実行されるいくつかの機能がある。例え
ば、現在、サンプルされたシステム状態は「コード中
心」の性質のものである。それは、システム・ワイド・
サンプリングとユーザレベルのコールパス・サンプリン
グの両方において、プログラム・カウンタまたは一連の
プログラム・カウンタが記録されているということであ
る。このデータによってコードのどの場所においてメモ
リ・システム性能が劣るかを確認することができるが、
どのデータ構造に支障があるかを直接記録するものでは
ない。また、サンプリング割り込みをトリガーするキャ
ッシュ・ミスの仮想アドレスを記録することにより、デ
ータのホット・スポットの未加工のプロファイルを手に
入れることができる。しかしながら、このデータからユ
ーザレベルのプロファイルを作り出すためには、仮想ア
ドレスがユーザレベルのデータ構造に関連していなけれ
ばならない。このようなマッピングを達成するための技
術は、１９９２年、ＡＣＭ ＳＩＧＭＥＴＲＩＣＳ コ
ンピュータ・システムの方策とモデリングについての会
議議事録、マートニッシ（Martonisi ）等の「ＭｅｍＳ
ｐｙ： プログラム内におけるメモリ・システム・ボト
ルネックの分析（MemSpy: Analyzing Memory System Bo
ttlenecks in Programs ）」のなかで論じられ、そのす
べては、ここに参照により組み込まれる。
【００５１】我々が比較的まれにサンプリングできるよ
うな長期走行プログラムではサンプリングがうまく働
き、そして尚どこの性能が劣るかを示す正確なヒストグ
ラムを作りだすために十分な数のサンプルを生み出す。
しかしながら、ある状況において、よりきめの細かい観
察が必要とされることもある。例えば、マルチスレッド
・アプリケーションの粗いサンプル・プロファイルを入
手したあと、プログラマはひとつのスレッドにおける特
定のプロシージャに集中することを望む。このようなき
めの細かいプロファイリングをよりよくサポートするた
め、我々は割り込み可能ビットをそれぞれのＭｐｒｏｆ
カウンタに加えることができ、これによってカウンタは
割り込み可能ビットがセットされたときのみ増加する。
プロシージャ、ループ、またはベーシック・ブロック内
におけるキャッシュ・ミス（またはストール検出器が実
行されているときはミス・ストール時間）の数を決定す
るためのプログラムは次のとおりである。 When program execution begins, InitialValue=read(cpimter0,enable=0. On entering the code segment, enable=1. On exiting the code segment, enable=0. On program exit, read the counter and subtract off InitialValue. カウンタのオーバーフローはカウンタが発生させるオー
バーフロー割り込みの数を記録することで取り扱われ
る。この技術には依然として、装備されたコードセグメ
ントを実行している間に前後関係切り替えが起こったと
き、その他のプロセスでのキャッシュ・ミスの原因は、
装備されたコードよるものと考えられるという問題があ
る。上に説明されたように、オペレーティング・システ
ムは、この問題を避けるために、各プロセス毎に割り込
み可能ビットの状態を維持しなければならない。
うな長期走行プログラムではサンプリングがうまく働
き、そして尚どこの性能が劣るかを示す正確なヒストグ
ラムを作りだすために十分な数のサンプルを生み出す。
しかしながら、ある状況において、よりきめの細かい観
察が必要とされることもある。例えば、マルチスレッド
・アプリケーションの粗いサンプル・プロファイルを入
手したあと、プログラマはひとつのスレッドにおける特
定のプロシージャに集中することを望む。このようなき
めの細かいプロファイリングをよりよくサポートするた
め、我々は割り込み可能ビットをそれぞれのＭｐｒｏｆ
カウンタに加えることができ、これによってカウンタは
割り込み可能ビットがセットされたときのみ増加する。
プロシージャ、ループ、またはベーシック・ブロック内
におけるキャッシュ・ミス（またはストール検出器が実
行されているときはミス・ストール時間）の数を決定す
るためのプログラムは次のとおりである。 When program execution begins, InitialValue=read(cpimter0,enable=0. On entering the code segment, enable=1. On exiting the code segment, enable=0. On program exit, read the counter and subtract off InitialValue. カウンタのオーバーフローはカウンタが発生させるオー
バーフロー割り込みの数を記録することで取り扱われ
る。この技術には依然として、装備されたコードセグメ
ントを実行している間に前後関係切り替えが起こったと
き、その他のプロセスでのキャッシュ・ミスの原因は、
装備されたコードよるものと考えられるという問題があ
る。上に説明されたように、オペレーティング・システ
ムは、この問題を避けるために、各プロセス毎に割り込
み可能ビットの状態を維持しなければならない。
【００５２】Ｉ．その他のモニタリング・アプリケーシ
ョン 本発明のパフォーマンス・モニタ１００には、上記に述
べたようにいくつかの自然継続がある。大事な継続のひ
とつに、より多くのメモリ階層を装備してボトルネック
が発生する場所により良い洞察をもたらすことである。
特に、本アプローチは、変換索引緩衝機構（translatio
n look-aside buffers）、チップ上のインストラクショ
ン及びデータ・キャッシュ、書き込みバッファを含む今
日のプロセッサのメモリ・オーバーヘッドの情報源を区
別する。この情報は外部プローブから隠され、マイクロ
プロセッサのなかにあることから、このようなプロファ
イリングをするためにチップベンダー・サポートが必要
となる。本発明のサンプリング・モニタ技術は、マルチ
プロセッサ・システムにもまた適用されることが記され
なければならない。これは、たくさんの対話型スレッド
が、侵入してきた計器装備技術によって簡単に混乱させ
られることからも特に明らかである。サンプリング割り
込みが比較的まれなことから、本発明はマルチプロセッ
サ領域により適している。
ョン 本発明のパフォーマンス・モニタ１００には、上記に述
べたようにいくつかの自然継続がある。大事な継続のひ
とつに、より多くのメモリ階層を装備してボトルネック
が発生する場所により良い洞察をもたらすことである。
特に、本アプローチは、変換索引緩衝機構（translatio
n look-aside buffers）、チップ上のインストラクショ
ン及びデータ・キャッシュ、書き込みバッファを含む今
日のプロセッサのメモリ・オーバーヘッドの情報源を区
別する。この情報は外部プローブから隠され、マイクロ
プロセッサのなかにあることから、このようなプロファ
イリングをするためにチップベンダー・サポートが必要
となる。本発明のサンプリング・モニタ技術は、マルチ
プロセッサ・システムにもまた適用されることが記され
なければならない。これは、たくさんの対話型スレッド
が、侵入してきた計器装備技術によって簡単に混乱させ
られることからも特に明らかである。サンプリング割り
込みが比較的まれなことから、本発明はマルチプロセッ
サ領域により適している。
【００５３】１．ネットワーク・モニタリング ａ）導入 本発明のもうひとつのアプリケーションは、多数のプロ
セッサがコミュニケーション・ネットワークによって接
続されている分散型システムにおいて、高速ネットワー
クによって接続されたワークステーションのような問題
を解決することである。この環境におけるシステム性能
を最適化するときに考慮されるべき最も重要な機能は、
共働するプロセッサのなかでの相互作用を理解すること
である。本発明はこのプロファイリングにおける問題解
決を目的とし、安価で、不侵入的で、一般的に使用でき
る方法のネットワーク・モニタリング・システムであ
る。本アプローチによりこれまでのソフトウェア装備方
法（プログラム性能を混乱させる）や、ハードウェア・
モニタ（一般性と柔軟性に欠ける）において重要な利益
を得ることができる。ネットワーク・モニタとして使用
されたとき、ユーザは割り込みが発生する状況を特定す
る。モニタを適正にプログラムすることにより、我々
は、システムがどこで且つどのようにしてネットワーク
からのデータを待つのか、いつネットワーク利用状態が
高くなったり低くなったりするのか、そしてプログラム
はどこで重要なネットワーク・トラフィックを発生する
のか、ということを不侵入的に決定することができる。
セッサがコミュニケーション・ネットワークによって接
続されている分散型システムにおいて、高速ネットワー
クによって接続されたワークステーションのような問題
を解決することである。この環境におけるシステム性能
を最適化するときに考慮されるべき最も重要な機能は、
共働するプロセッサのなかでの相互作用を理解すること
である。本発明はこのプロファイリングにおける問題解
決を目的とし、安価で、不侵入的で、一般的に使用でき
る方法のネットワーク・モニタリング・システムであ
る。本アプローチによりこれまでのソフトウェア装備方
法（プログラム性能を混乱させる）や、ハードウェア・
モニタ（一般性と柔軟性に欠ける）において重要な利益
を得ることができる。ネットワーク・モニタとして使用
されたとき、ユーザは割り込みが発生する状況を特定す
る。モニタを適正にプログラムすることにより、我々
は、システムがどこで且つどのようにしてネットワーク
からのデータを待つのか、いつネットワーク利用状態が
高くなったり低くなったりするのか、そしてプログラム
はどこで重要なネットワーク・トラフィックを発生する
のか、ということを不侵入的に決定することができる。
【００５４】ｂ） 同期オーバーヘッドの検出 いかなる分散型システムにおいても、ひとつのプロセス
はもうひとつのプロセスがデータをつくりだすのを待っ
ている。待ちの効果は累積されることから、問題は特に
深刻である。プロセッサＡがＢからのデータを待ち、そ
のＢは最終的にＡをスローダウンさせるＣのデータを待
つ。同期オーバーヘッドを目的とする従来のソフトウェ
ア・アプローチは、すべてのネットワークが、プログラ
ムはデータが到着するまでにどれだけの時間を待つのか
を読み出す前と後にクロックを必要とする。ネットワー
ク束がひとつのワードほどに小さいようなきめの細かい
ネットワークにおいて、これらのソフトウェア・クロッ
クのオーバーヘッド・アクセスは、システムに侵入し我
々がモニターしようというときの待ち時間を排除しなが
ら、実際のデータ読み取り時間を支配することができ
る。しばしばこの問題を無効にするために用いられる従
来のハードウェア・アプローチは、読み取り待ち時間を
発生させるネットワーク・ボード上のカウンタを維持す
るためにある。このアプローチにより我々がネットワー
ク読み取りを待つのにプログラムが費やした合計時間を
決定することができるが、プログラム実行中のいつが待
ち時間になっていたかを告げることはできないため、問
題を隔離することは難しい。
はもうひとつのプロセスがデータをつくりだすのを待っ
ている。待ちの効果は累積されることから、問題は特に
深刻である。プロセッサＡがＢからのデータを待ち、そ
のＢは最終的にＡをスローダウンさせるＣのデータを待
つ。同期オーバーヘッドを目的とする従来のソフトウェ
ア・アプローチは、すべてのネットワークが、プログラ
ムはデータが到着するまでにどれだけの時間を待つのか
を読み出す前と後にクロックを必要とする。ネットワー
ク束がひとつのワードほどに小さいようなきめの細かい
ネットワークにおいて、これらのソフトウェア・クロッ
クのオーバーヘッド・アクセスは、システムに侵入し我
々がモニターしようというときの待ち時間を排除しなが
ら、実際のデータ読み取り時間を支配することができ
る。しばしばこの問題を無効にするために用いられる従
来のハードウェア・アプローチは、読み取り待ち時間を
発生させるネットワーク・ボード上のカウンタを維持す
るためにある。このアプローチにより我々がネットワー
ク読み取りを待つのにプログラムが費やした合計時間を
決定することができるが、プログラム実行中のいつが待
ち時間になっていたかを告げることはできないため、問
題を隔離することは難しい。
【００５５】本発明のアプローチは読み取り待ち時間カ
ウンタを割り込み発生機と結合させている。最も単純な
ケースでは、ユーザは比較レジスタの値を特定すること
ができ、読み取り待ち時間カウンタが比較値に達したと
きはいつも割り込みが発生する。割り込みはその後、シ
ステム・ソフトウェアがプログラムの状態を記録するた
めに用いられる。我々はハンドラを特定の状態にあるア
プリケーションを記録するようにカスタマイズすること
ができるが、デフォルトによって割り込みハンドラは現
在実行中のコールストックを記録することができる。こ
の割り込みベース・サンプリング技術は過去にプログラ
ム状態へのＣＰＵ時間の消費に関連して用いられている
が、これはネットワーク読み取り時間またはキャッシュ
・ミス・サービス時間のような資源クラスにはそれほど
一般的に適用されていない。
ウンタを割り込み発生機と結合させている。最も単純な
ケースでは、ユーザは比較レジスタの値を特定すること
ができ、読み取り待ち時間カウンタが比較値に達したと
きはいつも割り込みが発生する。割り込みはその後、シ
ステム・ソフトウェアがプログラムの状態を記録するた
めに用いられる。我々はハンドラを特定の状態にあるア
プリケーションを記録するようにカスタマイズすること
ができるが、デフォルトによって割り込みハンドラは現
在実行中のコールストックを記録することができる。こ
の割り込みベース・サンプリング技術は過去にプログラ
ム状態へのＣＰＵ時間の消費に関連して用いられている
が、これはネットワーク読み取り時間またはキャッシュ
・ミス・サービス時間のような資源クラスにはそれほど
一般的に適用されていない。
【００５６】ｃ） 同期オーバーヘッドの理解 本発明はまたネットワーク上の待ち時間の配分に関する
情報を得るためにも利用される。例えば、短い待ち時間
の数に比較してどれだけ長い待ち時間があったのかを知
る上でも有用である。この機能を動かすために、表２に
示されたものと類似する構成が特定のレンジにおける個
々の待ち時間を累積するために用いられる。ユーザはレ
ンジャー・カウンタ２０４Ａ、２０４Ｂのどれかひとつ
がそれぞれの比較器２０５Ａ、２０５Ｂにおいて比較値
に達したときはいつでもレンジとハードウェア割り込み
をプログラムする。プログラマーはしばしば同期オーバ
ーヘッドがいくつかの長いメッセージ待ち、あるいはた
くさんの短い待ちによって派生したかどうかを区別した
いと希望するため、ある一組の延長検出器／カウンタで
さえも実質的に使用されている。
情報を得るためにも利用される。例えば、短い待ち時間
の数に比較してどれだけ長い待ち時間があったのかを知
る上でも有用である。この機能を動かすために、表２に
示されたものと類似する構成が特定のレンジにおける個
々の待ち時間を累積するために用いられる。ユーザはレ
ンジャー・カウンタ２０４Ａ、２０４Ｂのどれかひとつ
がそれぞれの比較器２０５Ａ、２０５Ｂにおいて比較値
に達したときはいつでもレンジとハードウェア割り込み
をプログラムする。プログラマーはしばしば同期オーバ
ーヘッドがいくつかの長いメッセージ待ち、あるいはた
くさんの短い待ちによって派生したかどうかを区別した
いと希望するため、ある一組の延長検出器／カウンタで
さえも実質的に使用されている。
【００５７】ｄ） 資源の活用 本発明は、ネットワーク・トランザクションの数または
ネットワーク活用の数といった伝統的な方策を簡単に支
持するものである。しかし、トリガーされた割り込み能
力のため、本発明はこれらの方策と、小さなオーバーヘ
ッドをもつシステム状態とを関連づけることができる。
本発明は単純に資源のＮユニットが累積されたときはい
つも割り込みを行い、プログラム状態を記録する。本発
明では、Ｎユニットが相関問題を防ぐことのできる方策
によりランダムなインターバルをとってサンプルするよ
うに配列されることが望ましい。すべてのネットワーク
・トランザクションのソフトウェア・カウンタを増加さ
せることによって類似したデータを入手することはシス
テムを混乱させることになりかねず、別のプロセッサ上
のイベントの関連実行時間を潜在的に変化させ、予測し
なかった方法によってトータル・システム性能に影響を
及ぼすことになる。割り込み能力を持たない伝統的なハ
ードウェア・カウンタもまた、これらが特定の資源のユ
ーザに関連する資源活用メカニズムをもたらさない、と
いう理由によりふさわしくない。
ネットワーク活用の数といった伝統的な方策を簡単に支
持するものである。しかし、トリガーされた割り込み能
力のため、本発明はこれらの方策と、小さなオーバーヘ
ッドをもつシステム状態とを関連づけることができる。
本発明は単純に資源のＮユニットが累積されたときはい
つも割り込みを行い、プログラム状態を記録する。本発
明では、Ｎユニットが相関問題を防ぐことのできる方策
によりランダムなインターバルをとってサンプルするよ
うに配列されることが望ましい。すべてのネットワーク
・トランザクションのソフトウェア・カウンタを増加さ
せることによって類似したデータを入手することはシス
テムを混乱させることになりかねず、別のプロセッサ上
のイベントの関連実行時間を潜在的に変化させ、予測し
なかった方法によってトータル・システム性能に影響を
及ぼすことになる。割り込み能力を持たない伝統的なハ
ードウェア・カウンタもまた、これらが特定の資源のユ
ーザに関連する資源活用メカニズムをもたらさない、と
いう理由によりふさわしくない。
【００５８】２．追加アプリケーション 最後に、モニタは、プロファイリングおよび最適化を上
回ったアプリケーションを有する。デバッグ・オペレー
ション： カウンタとデコーダー構造は、コミュニケー
ション・システムを用いるコードをデバッグするのに役
立つ。例えば、他の各プロセッサからの送受信の数はシ
ステム内で保持されることができ、これはコミュニケー
ション・システムが非同期化したとき、あるいはデッド
ロックに陥ったときそれがいつ起こったのかを検出する
のに用いられる。健全性並びにエラー・チェッキング：
モニタはエラー状況を検出するために用いられる。例
えば、もし与えられた時間内に特定のチャネルに対して
１０の連続する書き込みが行われなかったことがわかれ
ば、ルールがこれまでに侵されなかったかをプロセッサ
を警戒するようにモニタをプログラムすることが可能と
なる。
回ったアプリケーションを有する。デバッグ・オペレー
ション： カウンタとデコーダー構造は、コミュニケー
ション・システムを用いるコードをデバッグするのに役
立つ。例えば、他の各プロセッサからの送受信の数はシ
ステム内で保持されることができ、これはコミュニケー
ション・システムが非同期化したとき、あるいはデッド
ロックに陥ったときそれがいつ起こったのかを検出する
のに用いられる。健全性並びにエラー・チェッキング：
モニタはエラー状況を検出するために用いられる。例
えば、もし与えられた時間内に特定のチャネルに対して
１０の連続する書き込みが行われなかったことがわかれ
ば、ルールがこれまでに侵されなかったかをプロセッサ
を警戒するようにモニタをプログラムすることが可能と
なる。
【００５９】３．ネットワーク・インターフェイスの例 本例では、ネットワーク・インターフェイスはワークス
テーション内にひとつのカードとして存在し、ワークス
テーションがネットワークのメッセージを用いてコミュ
ニケートすることを可能にすると考えられている。待ち
時間、メッセージの数、そしてコミュニケーションの値
は簡単にモニターされる。待ち時間はネットワークがブ
ロックされたときにおこるクロックの打刻数を数えるこ
とによりモニターされ、メッセージ値は与えられたクロ
ックの打刻時間内に交わされたメッセージの数を計るこ
とによりモニターされる。これらの方策がどのように有
用かを説明するため、プログラム例としてアナログ回路
シミュレーションが用いられる。回路シミュレーション
は、ふたつの主要フェーズと、回路（モデル評価）を示
す一連の式の構造と、それらの解決法とを有する。回路
（モデル式）の各要素を示す式は、全回路を示す式の係
数を決定するものと評価される。このような評価は個々
に実行され、それらの答えは回路式の係数を求めるため
に累積される。これらの係数はマトリックスの形式で蓄
えられる。結果となるマトリックスと変数ベクトルは回
路を示す一連の式を定義づける。これらの式はよく知ら
れるところのＬＵＤ（Lower Upper Decomposition ）を
用いて解を得ることができる。ＬＵＤアルゴリズムは、
タスク・グラフにおけるタスクのようにまず列正常化、
列の更新とエレメント後退代入といったＬＵＤオペレー
ションを示すことによって並行処理機械に装備すること
ができる。
テーション内にひとつのカードとして存在し、ワークス
テーションがネットワークのメッセージを用いてコミュ
ニケートすることを可能にすると考えられている。待ち
時間、メッセージの数、そしてコミュニケーションの値
は簡単にモニターされる。待ち時間はネットワークがブ
ロックされたときにおこるクロックの打刻数を数えるこ
とによりモニターされ、メッセージ値は与えられたクロ
ックの打刻時間内に交わされたメッセージの数を計るこ
とによりモニターされる。これらの方策がどのように有
用かを説明するため、プログラム例としてアナログ回路
シミュレーションが用いられる。回路シミュレーション
は、ふたつの主要フェーズと、回路（モデル評価）を示
す一連の式の構造と、それらの解決法とを有する。回路
（モデル式）の各要素を示す式は、全回路を示す式の係
数を決定するものと評価される。このような評価は個々
に実行され、それらの答えは回路式の係数を求めるため
に累積される。これらの係数はマトリックスの形式で蓄
えられる。結果となるマトリックスと変数ベクトルは回
路を示す一連の式を定義づける。これらの式はよく知ら
れるところのＬＵＤ（Lower Upper Decomposition ）を
用いて解を得ることができる。ＬＵＤアルゴリズムは、
タスク・グラフにおけるタスクのようにまず列正常化、
列の更新とエレメント後退代入といったＬＵＤオペレー
ションを示すことによって並行処理機械に装備すること
ができる。
【００６０】これらのタスクはいくつかのプロセッサを
もつ機械にスケジュールすることが可能である。タスク
の結果は、その他のプロセッサのタスクにより必要とさ
れる。タスクとコミュニケーションは、タスクがプロセ
ッサのなかで実行されたとき、タスクが完了するために
必要なすべての関連情報を保証するために、タスクとコ
ミュニケーションは順々に並べられなければならない。
合計のＬＵＤ時間はネットワークにアクセスするための
待ち時間、必要とされるデータを交信するための時間、
そしてタスクの実行時間により決定される。スケジュー
ルがうまくいけば合計時間を短縮することができる。コ
ミュニケーション・ネットワークのための待ち時間はＬ
ＵＤフェーズの間重要である。なぜならば合計計算時間
は、合計待ち時間をいかに短縮できるかにかかっている
からである。下手に並べられたタスクリストは、長い待
ち時間をもたらすことになろう。なぜならようやく実行
できたようなタスクは他のプロセッサがその結果を交信
してからの交信を待たねばならないからである。我々の
モニタはプログラムのオペレーションを混乱させること
なくイベントの数を数えることができることから、正確
な待ち時間の値を手に入れることができる。もし、待ち
時間が所定のスレッショルドを超えたときにモニタが割
り込みするようにセットされていれば、最も待ち時間の
原因となっているプログラムのパーツを簡単に確定する
ことができる。
もつ機械にスケジュールすることが可能である。タスク
の結果は、その他のプロセッサのタスクにより必要とさ
れる。タスクとコミュニケーションは、タスクがプロセ
ッサのなかで実行されたとき、タスクが完了するために
必要なすべての関連情報を保証するために、タスクとコ
ミュニケーションは順々に並べられなければならない。
合計のＬＵＤ時間はネットワークにアクセスするための
待ち時間、必要とされるデータを交信するための時間、
そしてタスクの実行時間により決定される。スケジュー
ルがうまくいけば合計時間を短縮することができる。コ
ミュニケーション・ネットワークのための待ち時間はＬ
ＵＤフェーズの間重要である。なぜならば合計計算時間
は、合計待ち時間をいかに短縮できるかにかかっている
からである。下手に並べられたタスクリストは、長い待
ち時間をもたらすことになろう。なぜならようやく実行
できたようなタスクは他のプロセッサがその結果を交信
してからの交信を待たねばならないからである。我々の
モニタはプログラムのオペレーションを混乱させること
なくイベントの数を数えることができることから、正確
な待ち時間の値を手に入れることができる。もし、待ち
時間が所定のスレッショルドを超えたときにモニタが割
り込みするようにセットされていれば、最も待ち時間の
原因となっているプログラムのパーツを簡単に確定する
ことができる。
【００６１】もしモデル式が与えられたプロセッサの計
算負荷により力学的に分配されたとすると、コミュニケ
ーションの数はモデル評価の間重要である。もしたくさ
んのコミュニケーション・インテンシブ・モデルがひと
つのプロセッサに割り当てられたとすると、好ましくな
い状況が起こりうる。もし従来のソフトウェア・モニタ
リング技術が用いられてソフトウェアをモニターしよう
とすると、プロセッサへのモデル式の割り当ても変わ
り、そのために、発生するコミュニケーションを混乱さ
せかねない。
算負荷により力学的に分配されたとすると、コミュニケ
ーションの数はモデル評価の間重要である。もしたくさ
んのコミュニケーション・インテンシブ・モデルがひと
つのプロセッサに割り当てられたとすると、好ましくな
い状況が起こりうる。もし従来のソフトウェア・モニタ
リング技術が用いられてソフトウェアをモニターしよう
とすると、プロセッサへのモデル式の割り当ても変わ
り、そのために、発生するコミュニケーションを混乱さ
せかねない。
【００６２】コミュニケーションの値もまた、モデル評
価のために重要である。マルチプロセッサ環境において
モデル式はマトリックスを保有するプロセッサの結果と
交信する必要がある。このようなコミュニケーション
は、モデル計算にインターリーブされる可能性がある。
デバイスモデル評価の間に生成されたコミュニケーショ
ンの量がネットワークのキャパシティを超える場合、プ
ロセッサはクリアするためにネットワークのウェイティ
ングをストールする。コミュニケーションの値をモニタ
ーすることにより、それらの高い値の原因となるデータ
を送っているプロセッサ並びにプログラムのパーツを確
定することが可能になる。
価のために重要である。マルチプロセッサ環境において
モデル式はマトリックスを保有するプロセッサの結果と
交信する必要がある。このようなコミュニケーション
は、モデル計算にインターリーブされる可能性がある。
デバイスモデル評価の間に生成されたコミュニケーショ
ンの量がネットワークのキャパシティを超える場合、プ
ロセッサはクリアするためにネットワークのウェイティ
ングをストールする。コミュニケーションの値をモニタ
ーすることにより、それらの高い値の原因となるデータ
を送っているプロセッサ並びにプログラムのパーツを確
定することが可能になる。
【００６３】４．出力待ち行列の例 この例では、相互にコミュニケーションをはかるいくつ
かのワークステーションが有限待ち行列をもつネットワ
ーク・インターフェイス・カードを用いていると考え
る。待ち行列が一杯になったとき、コミュニケーション
は行われず、プロフェッサはストールする。待ち行列が
一杯になったとき、それを検出するのにモニタが用いら
れる。問題はプログラムのこのパートにおけるコミュニ
ケーションによって他のオペレーションをインターリー
ブすることにより解決することができ、そのためコミュ
ニケーションの発生はより少なくなる。
かのワークステーションが有限待ち行列をもつネットワ
ーク・インターフェイス・カードを用いていると考え
る。待ち行列が一杯になったとき、コミュニケーション
は行われず、プロフェッサはストールする。待ち行列が
一杯になったとき、それを検出するのにモニタが用いら
れる。問題はプログラムのこのパートにおけるコミュニ
ケーションによって他のオペレーションをインターリー
ブすることにより解決することができ、そのためコミュ
ニケーションの発生はより少なくなる。
【００６４】ａ．ネットワーク・ブロッキング検出 アプリケーションがコミュニケーション資源を用いるの
を待つためにどれほどの時間を費やしているかを知るこ
とが重要である。この状況はいくつかのプロセスのコミ
ュニケーションが互いにプロセッサ矛盾を続けていると
きに発生しうる。コミュニケーション障害は合計待ち時
間をモニターし、これをプログラムが他の負荷なしでネ
ットワークを用いて動いているときの待ち時間と比較す
ることによって検出することができる。ソフトウェア・
モニタはプロセスの実行時間を混乱させることがあり、
そのため不正確な時間を導くことになる。もしコミュニ
ケーションが頻繁かつ小さいものであるとき、その実行
時間がオリジナルプログラムの合計実行時間より大きな
フラクションとなることから、モニター用ソフトウェア
・オーバーヘッドはより大きな影響をもつことになり、
問題は悪化する。ハードウェア・モニタはこのブロッキ
ング時間を非侵入的にモニターすることができ、重要な
待ち時間が経過したときに限りプロセッサに割り込み、
ソフトウェアをモニターするのに費やされた時間の割合
を減らす。
を待つためにどれほどの時間を費やしているかを知るこ
とが重要である。この状況はいくつかのプロセスのコミ
ュニケーションが互いにプロセッサ矛盾を続けていると
きに発生しうる。コミュニケーション障害は合計待ち時
間をモニターし、これをプログラムが他の負荷なしでネ
ットワークを用いて動いているときの待ち時間と比較す
ることによって検出することができる。ソフトウェア・
モニタはプロセスの実行時間を混乱させることがあり、
そのため不正確な時間を導くことになる。もしコミュニ
ケーションが頻繁かつ小さいものであるとき、その実行
時間がオリジナルプログラムの合計実行時間より大きな
フラクションとなることから、モニター用ソフトウェア
・オーバーヘッドはより大きな影響をもつことになり、
問題は悪化する。ハードウェア・モニタはこのブロッキ
ング時間を非侵入的にモニターすることができ、重要な
待ち時間が経過したときに限りプロセッサに割り込み、
ソフトウェアをモニターするのに費やされた時間の割合
を減らす。
【００６５】ｂ．プラットフォーム 我々は、コミュニケーション・ネットワークを用いてコ
ミュニケーションを行うたくさんのプロセッサのある環
境においてどのようにモニタが利用されるかということ
を説明してきた。モニタはこれ以外のたくさんのケース
でも同様に適用することができる。例えば、ディスク・
アクセスのようなシステム性能のさまざまな様相におい
て、単一プロセッサが控えめにモニターするようにも用
いることができる。また、いかなるタイプの内部接続ネ
ットワークでもマルチプロセッサ・システムに適用する
ことができる。この着想はワークステーションだけに限
るものではなく、ＰＣやそのような本体に用いられるこ
とができる。本発明のさまざまな実施例が上記に示され
ているが、これらは一例として示され、これに限るもの
ではないことは、理解されるべきである。したがって、
本発明の範囲および意図は、上記に示した典型的実施例
のいずれかによって限られるのではなく、添付の請求の
範囲、またそれらと同等とみなされるものに従ってのみ
規定されるべきである。
ミュニケーションを行うたくさんのプロセッサのある環
境においてどのようにモニタが利用されるかということ
を説明してきた。モニタはこれ以外のたくさんのケース
でも同様に適用することができる。例えば、ディスク・
アクセスのようなシステム性能のさまざまな様相におい
て、単一プロセッサが控えめにモニターするようにも用
いることができる。また、いかなるタイプの内部接続ネ
ットワークでもマルチプロセッサ・システムに適用する
ことができる。この着想はワークステーションだけに限
るものではなく、ＰＣやそのような本体に用いられるこ
とができる。本発明のさまざまな実施例が上記に示され
ているが、これらは一例として示され、これに限るもの
ではないことは、理解されるべきである。したがって、
本発明の範囲および意図は、上記に示した典型的実施例
のいずれかによって限られるのではなく、添付の請求の
範囲、またそれらと同等とみなされるものに従ってのみ
規定されるべきである。
【００６６】
【発明の効果】本発明によれば、オペレーションを邪魔
することなくシステム状態をサンプリングするシステム
・プロファイラを提供することができる。
することなくシステム状態をサンプリングするシステム
・プロファイラを提供することができる。
【図１】本発明の割り込みベースのハードウエア・サポ
ートの好ましい実施例のブロック図である。
ートの好ましい実施例のブロック図である。
【図２】本発明の割り込みベースのハードウエア・サポ
ートの別の実施例のブロック図である。
ートの別の実施例のブロック図である。
【図３】ＳＵＮ Ｓｐａｒｃ１０／４１の第２レベルの
キャッシュのシステム・ワイド・サンプリングのための
プロセス毎のキャッシュ・プロファイルである。
キャッシュのシステム・ワイド・サンプリングのための
プロセス毎のキャッシュ・プロファイルである。
１００ パフォーマンス・モニタ １０２ イベント検出モジュール １０４ ダウン・カウンタ １０８ 割り込みゼネレータ １１０ ＳＢｕｓカード １１２ メモリ・システム １１４ メモリ・システム信号 １１６ 検出信号ライン １２０ ロード割り込み可能ライン １２２ ロード・カウンタ・ライン １２４ 信号ライン １２８ ＳＢＵＳデータ・ライン １３０ 割り込みライン １３２ ＳＢｕｓインターフェイス
フロントページの続き (72)発明者 アーロン ジェー．ゴールドバーグ アメリカ合衆国 08540 ニュージャーシ ィ，プリンストン，サウス スタンワース ドライヴ 380 (72)発明者 ジョン アンドリュー トロッター アメリカ合衆国 07928 ニュージャーシ ィ，カザム，アパートメント エフ９，リ ヴァー ロード 420
Claims (18)
- 【請求項１】 プロセッサ内のメモリ・システムの挙動
をプロファイルするためのシステムであって、 所定のイベントの発生によって検出信号を生成するよう
に構成されたイベント検出器と、 前記イベント検出器と連結しており、前記イベント検出
器から受信した検出信号の発生を受信しカウントするよ
うに構成され、且つ、前記検出信号の発生が所定のカウ
ント値に達したときパルス信号を生成するように更に構
成されたカウンタと、 前記カウンタと連結しており、前記パルス信号の受信に
よってプロファイリング割り込み信号を生成するように
構成された割り込みゼネレータと、 プロセッサに備えられ、前記割り込みゼネレータによっ
て生成された前記プロファイリング割り込み信号の受信
によりプロセッサの状態を記録するように構成された割
り込みハンドラとを有することを特徴とするプロファイ
ルするためのシステム。 - 【請求項２】 前記イベント検出器と、前記割り込みゼ
ネレータと、前記カウンタとは、１つ以上のＰＡＬで実
行されることを特徴とする請求項１記載のシステム。 - 【請求項３】 前記カウンタはダウン・カウンタであ
り、前記ダウン・カウンタは、前記カウント値がゼロの
ときに前記パルス信号を生成することを特徴とする請求
項１記載のシステム。 - 【請求項４】 前記カウンタはロード可能なカウンタで
あり、前記ロード可能なカウンタは前記所定のカウント
値を受信するように構成されたことを特徴とする請求項
１記載のシステム。 - 【請求項５】 メモリ・システムは、Ｓｕｎ ＳＰＡＲ
Ｃ１０／４１ワークステーションに備えられていること
を特徴とする請求項記載１のシステム。 - 【請求項６】 前記イベント検出器は、メモリ・バスを
モニターし、主要メモリ・リード信号が第２レベルのキ
ャシュ・ミスを検出するために受信された場合に前記検
出信号を出力することを特徴とする請求項１記載のシス
テム。 - 【請求項７】 前記カウンタは、外部リセット信号に前
記ダウン・カウンタをリセットできるように構成された
リセット入力を有することを特徴とする請求項１記載の
システム。 - 【請求項８】 前記カウンタは、外部割り込み可能信号
に前記ダウン・カウンタを割り込み可能とするように構
成された割り込み可能入力を有することを特徴とする請
求項１記載のシステム。 - 【請求項９】 前記イベント検出器はデータ・キャッシ
ュ・ストール時間を検出し、前記カウンタは前記イベン
ト検出器がキャッシュ・ストール信号を受信している間
にクロック・サイクルの数をカウントすることを特徴と
する請求項１記載のシステム。 - 【請求項１０】 前記イベント検出器は、第１のキャッ
シュ・ミスおよび第２レベルのキャッシュ・ミスを検出
することを特徴とする請求項１記載のシステム。 - 【請求項１１】 前記カウンタは割り込み可能入力を更
に有し、前記カウンタは前記割り込み可能ビットがセッ
トされるときに前記イベントをカウントするように構成
されていることを特徴とする請求項記載１のシステム。 - 【請求項１２】 プロセッサ・メモリ・システム内の多
数の状態を同時にプロファイルするためのパフォーマン
ス・モニタ・システムであって、 それぞれ所定の状態をモニターし、前記所定の状態の発
生によって検出信号を生成するように構成された複数の
状態検出器と、 それぞれ前記複数の状態検出器の対応するひとつと連結
し、前記検出信号を受信し、受信した前記検出信号の数
を示すカウント信号を生成するための複数のカウンタ
と、 それぞれ前記複数のカウンタの対応するひとつと連結す
るロード可能比較レジスタであり、前記カウント信号を
前記対応するカウンタから受信し、前記複数の比較レジ
スタのそれぞれにロードされた所定値と前記カウント信
号を比較するように構成された複数のロード可能比較レ
ジスタと、 前記複数の比較器のそれぞれと連結し、前記複数の比較
器から受信した前記パルス信号間の所定の関係をベース
としたプロファイリング割り込み信号を生成するように
構成された割り込みゼネレータと、 プロセッサに備えられ、前記割り込みゼネレータにより
生成された前記プロファイリング割り込み信号の受信に
よってプロセッサの状態を記録するように構成された割
り込みハンドラとを有することを特徴とするパフォーマ
ンス・モニタ・システム。 - 【請求項１３】 パフォーマンス・モニタは、フィール
ド・プログラム可能ゲート・アレイで実行されることを
特徴とする請求項１２記載のシステム。 - 【請求項１４】 前記複数のカウンタはそれぞれ、割り
込み可能入力を有し、前記割り込み可能入力は、前記割
り込み可能ビットがセットされるとき各前記カウンタが
前記イベントをカウントできるようにすることを特徴と
する請求項１２記載のシステム。 - 【請求項１５】 コミニュケーション・ネットワークに
より連結された多数のプロセッサを有する分さん型シス
テム内の共働プロセッサ間の相互作用をモニターするた
めのネットワーク・モニタリング・システムであって、 所定のイベントの発生によって検出信号を生成するよう
に構成されたイベント検出器と、 前記たイベント検出器と連結しており、前記たイベント
検出器から受信した検出信号の発生を受信しカウントす
るように構成され、且つ、前記検出信号発生が所定のカ
ウント値に達したときパルス信号を生成するように更に
構成されたカウンタと、 前記カウンタと連結しており、前記パルス信号の受信に
よってプロファイリング割り込み信号を生成するように
構成された割り込みゼネレータと、 プロセッサに備えられ、前記割り込みゼネレータにより
生成された前記プロファイリング割り込み信号の受信に
よってプロセッサの状態を記録するように構成された割
り込みハンドラとを有することを特徴とするプロファイ
ルするためのシステム。 - 【請求項１６】 前記多数のプロセッサはワークステー
ションであることを特徴とする請求項１５記載のシステ
ム。 - 【請求項１７】 パフォーマンス・モニタは、ネットワ
ーク上の待ち時間の分散をモニターすることを特徴とす
る請求項１５記載のシステム。 - 【請求項１８】 前記所定値はランダムな数であり、こ
れによりシステムはランダムな間隔でネットワークをサ
ンプルすることを特徴とする請求項１５記載のシステ
ム。
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