JPS58144961A - 記憶領域管理方式 - Google Patents
記憶領域管理方式Info
- Publication number
- JPS58144961A JPS58144961A JP57028643A JP2864382A JPS58144961A JP S58144961 A JPS58144961 A JP S58144961A JP 57028643 A JP57028643 A JP 57028643A JP 2864382 A JP2864382 A JP 2864382A JP S58144961 A JPS58144961 A JP S58144961A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- group
- input terminal
- lru
- gate
- terminal
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
- G06F13/14—Handling requests for interconnection or transfer
- G06F13/16—Handling requests for interconnection or transfer for access to memory bus
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
（１）発明の技術分野
本発明は、階層的記憶装置に係り、特に上位階層の記憶
装置を有効に使用することのできる記憶領域管理方式に
関する。
装置を有効に使用することのできる記憶領域管理方式に
関する。
（２）従来技術と問題点
従来の記憶領域管理方式としては、ＬＲＵ（Ｌｓａａｇ
Ｒｔｏａｓｔｌｙ Ｕｓａ’ｄ）方式や、Ｆ Ｉ Ｆ
Ｏ（Ｆ（ｒａｇＩｓ Ｆｉｒｓｔ ’０％ｔ） 方
式等が知られている。前者は最後にアクセスされた時刻
が最も−古いものから順に新たな割当てのために追い出
していく方式であり、後者は登録され次時刻の古いもの
から順に新たな割尚ての屍めに追い出していく方式であ
る。これらは二つとも、全体を一つの管理グループで管
理すると、”性質の異なるものが一諸に管理されること
になり、互いに悪影゛響を与える可能性がある。またＦ
ＩＦＯ方式ではアクセス頻度に関係なく、先に登録−れ
たものから順に追い出されるためアクセスの仕方に動的
に対応できない。
Ｒｔｏａｓｔｌｙ Ｕｓａ’ｄ）方式や、Ｆ Ｉ Ｆ
Ｏ（Ｆ（ｒａｇＩｓ Ｆｉｒｓｔ ’０％ｔ） 方
式等が知られている。前者は最後にアクセスされた時刻
が最も−古いものから順に新たな割当てのために追い出
していく方式であり、後者は登録され次時刻の古いもの
から順に新たな割尚ての屍めに追い出していく方式であ
る。これらは二つとも、全体を一つの管理グループで管
理すると、”性質の異なるものが一諸に管理されること
になり、互いに悪影゛響を与える可能性がある。またＦ
ＩＦＯ方式ではアクセス頻度に関係なく、先に登録−れ
たものから順に追い出されるためアクセスの仕方に動的
に対応できない。
第１図はディスク・キャッシユ・サブシステム會説明す
るプ四ツク図、第２図はディスク・キャッジ、−サブシ
ステムの処ｍｔ−説明する７０−・チャート、第３図は
従来のＬＲＵテーブルを示す図でるる０１はホスト・コ
ンビ鼻−タ、２はディスク／ディスク・キャッジ＆”制
御装置、３はバッファ記憶装置、４はディスク制御アダ
プタ％５はディスク記憶値ａｔ−示す。ディスク・キャ
ッジ為・サブシステムでは、下位記憶階層にディスク記
憶装置５があり、上位記憶階層にバッファ記憶装置（通
常ＭＯ８，ＣＯＤ等の半導体記憶装置）３がある。バッ
ファ記憶装置３にはディスク記憶装置５のデータのコピ
ーを格納する０配憶領域の管理単位は「トラック」であ
るが、固定長形式ディスク記憶装置では「ブロック」の
場合もある。
るプ四ツク図、第２図はディスク・キャッジ、−サブシ
ステムの処ｍｔ−説明する７０−・チャート、第３図は
従来のＬＲＵテーブルを示す図でるる０１はホスト・コ
ンビ鼻−タ、２はディスク／ディスク・キャッジ＆”制
御装置、３はバッファ記憶装置、４はディスク制御アダ
プタ％５はディスク記憶値ａｔ−示す。ディスク・キャ
ッジ為・サブシステムでは、下位記憶階層にディスク記
憶装置５があり、上位記憶階層にバッファ記憶装置（通
常ＭＯ８，ＣＯＤ等の半導体記憶装置）３がある。バッ
ファ記憶装置３にはディスク記憶装置５のデータのコピ
ーを格納する０配憶領域の管理単位は「トラック」であ
るが、固定長形式ディスク記憶装置では「ブロック」の
場合もある。
このようなディスク・キャッジ為・サブシステムを第２
図にようて説明する。ホスト・コンビ＆−タ１があるト
ラックにアクセスしようとしたときは、次のように処理
さ詐る。
図にようて説明する。ホスト・コンビ＆−タ１があるト
ラックにアクセスしようとしたときは、次のように処理
さ詐る。
■ ディスク／ディスク・キャッジ為制御装置２におい
て、エクステント・テーブル（バッファドレスを記入し
たテーブル）にあるものか否かを判定する。
て、エクステント・テーブル（バッファドレスを記入し
たテーブル）にあるものか否かを判定する。
Ｎ・の場合は従来通りディスク制御アダプタ４を介して
ディスク記憶装置５からデータを転送し、Ｙａａの場合
は■の処理管行う。
ディスク記憶装置５からデータを転送し、Ｙａａの場合
は■の処理管行う。
（′、： アクセス−アドレスがバッファ・テーブル
（トラック・アドレスとバッファ記憶アドレスとの対応
表）に登録されているか全判定する０Ｙａａの場合は■
、Ｎ・の場合は■の処理を行う０ ■ バッファ記憶装置３からデータ管転送する。
（トラック・アドレスとバッファ記憶アドレスとの対応
表）に登録されているか全判定する０Ｙａａの場合は■
、Ｎ・の場合は■の処理を行う０ ■ バッファ記憶装置３からデータ管転送する。
■ ディスク制御アダプタ４１介してディスク記憶装置
５からバッファ記憶装ｆｉ１３ヘステージング（下位階
層の記憶装置から上位階層の記憶装置へデータを複写）
する。
５からバッファ記憶装ｆｉ１３ヘステージング（下位階
層の記憶装置から上位階層の記憶装置へデータを複写）
する。
ステージングするときは、バッファ記憶装置ｌ１３にス
テージングするトラックの几めに新しい領域を割当てな
ければならないが、バッファ記憶装置３に空領域がなけ
れば、どれかのトラックを追い出してその領域會新しい
トラックのために提供する。そのトラックを追い出すと
きに使かれるのがＬＲＵでるる。ＬＲＵテーブルには、
従来、第３図のようにドライブ／トラック−アドレスが
収納され、古いものは下位にちって、上へ順に新しくな
っている。
テージングするトラックの几めに新しい領域を割当てな
ければならないが、バッファ記憶装置３に空領域がなけ
れば、どれかのトラックを追い出してその領域會新しい
トラックのために提供する。そのトラックを追い出すと
きに使かれるのがＬＲＵでるる。ＬＲＵテーブルには、
従来、第３図のようにドライブ／トラック−アドレスが
収納され、古いものは下位にちって、上へ順に新しくな
っている。
ディスク・キャッジ為・サブシステムでは新規のトラッ
クｔＬＲＵテーブルに登録するのはステージングの時で
あり、この時ＬＲＵテーブルの最上位に登録される。今
までの最上位のトラックは一つ下がる。途中このトラッ
クにアクセスがるると、その時点でこのトラックは再び
最上位に移される。アクセスが無ければ、新規トラック
の登録の度に順位が下がっていく。新規トラックの丸め
の領域を割当てる時には最下位にあるトラックが機械的
に選ばｎ５１鎌が抹消される。この操作と新規登録の操
作とで途中のトラックの順位は一斉に一つずつ下がる。
クｔＬＲＵテーブルに登録するのはステージングの時で
あり、この時ＬＲＵテーブルの最上位に登録される。今
までの最上位のトラックは一つ下がる。途中このトラッ
クにアクセスがるると、その時点でこのトラックは再び
最上位に移される。アクセスが無ければ、新規トラック
の登録の度に順位が下がっていく。新規トラックの丸め
の領域を割当てる時には最下位にあるトラックが機械的
に選ばｎ５１鎌が抹消される。この操作と新規登録の操
作とで途中のトラックの順位は一斉に一つずつ下がる。
従っである期間アクセスされないトラックはいずれ最下
位となり、次の割当て時に追ｉ出されることになる。つ
ま！１ＬＲＵ方式は、アクセスの時間的局所性を仮定し
て、将来のアクセスを予測するものである。（長い間ア
クセスされないものは、将来もアクセスされない、逆に
最近アクセスがあったものは近い将来アクセスされる可
能性が高い） 従来のＬＲＵでは、この構造が全体で一つとなっている
。その場合の問題点としては、アクセス間隔と将来のア
クセスの可能性の関係は、データセットの性質、システ
ムの環境１等圧よりて均一ではないということである。
位となり、次の割当て時に追ｉ出されることになる。つ
ま！１ＬＲＵ方式は、アクセスの時間的局所性を仮定し
て、将来のアクセスを予測するものである。（長い間ア
クセスされないものは、将来もアクセスされない、逆に
最近アクセスがあったものは近い将来アクセスされる可
能性が高い） 従来のＬＲＵでは、この構造が全体で一つとなっている
。その場合の問題点としては、アクセス間隔と将来のア
クセスの可能性の関係は、データセットの性質、システ
ムの環境１等圧よりて均一ではないということである。
従って全部のトラックを均等に扱ってしまうと。
将来ア・クセスされる可能性のめるトラックが追い出さ
れたり、すぐに追い出してもいいトラックが長く占有し
たりするという現象が起きる。これに対処する方法とし
てＬ％ＬＲＵテーブルへの登録位置を優先順位によって
変えたり、いくつかのトラックを集め九グループを作り
、グループ毎にＬＲＵテーブルを定義するというような
方法があるが、前者は「優先順位」という懺現のとおり
、優先度の低いトラックは高いトラックの影響を被りて
しまうし、優先順位のつけ方も離しい。後者はグループ
毎に領域量をキチンと割振ってしまうと。
れたり、すぐに追い出してもいいトラックが長く占有し
たりするという現象が起きる。これに対処する方法とし
てＬ％ＬＲＵテーブルへの登録位置を優先順位によって
変えたり、いくつかのトラックを集め九グループを作り
、グループ毎にＬＲＵテーブルを定義するというような
方法があるが、前者は「優先順位」という懺現のとおり
、優先度の低いトラックは高いトラックの影響を被りて
しまうし、優先順位のつけ方も離しい。後者はグループ
毎に領域量をキチンと割振ってしまうと。
他グループの領域に余りがめりてもＬＲＵが働くことＫ
なり無駄が生ずるおそれがめる。
なり無駄が生ずるおそれがめる。
（３） 発明の目的
本発明は、上記の問題点を解決するものであって１アク
セス対象ｔアクセスの性質によってグループ分けし、め
る条件によりてグループ毎にＬＲＵｔ働かせることによ
り、他グループへの影Ｉ＃を小さくすることを目的とす
るものでおる。
セス対象ｔアクセスの性質によってグループ分けし、め
る条件によりてグループ毎にＬＲＵｔ働かせることによ
り、他グループへの影Ｉ＃を小さくすることを目的とす
るものでおる。
（４） 発明の構成
上記目的を達成する友め１本発明の配憶領域管理方式は
、２以上の階層を有する記憶装置の上位階層の記憶領域
を管理する記憶領域管理方式において、アクセス対象を
複数のグループに分け、グループ毎に占有できる記憶量
の上限値管定め、アクセスがめったとき尚該アクセス対
象のデータが上記上位階層に登録されておらず、かつ上
記上位階層の記憶装置に空の記憶単位がないとき、上記
アクセス対象の属するグループの占有領域量が尚該グル
ープの上限値をこえている場合には当該グループ内で、
当該グループの占有領域量が当該グループの上限値をこ
えていない場合には全体でＬＲＵ法によりｆｌｌき換え
１行りて新たな記憶単位を得るようにしたことを特徴と
するものである。
、２以上の階層を有する記憶装置の上位階層の記憶領域
を管理する記憶領域管理方式において、アクセス対象を
複数のグループに分け、グループ毎に占有できる記憶量
の上限値管定め、アクセスがめったとき尚該アクセス対
象のデータが上記上位階層に登録されておらず、かつ上
記上位階層の記憶装置に空の記憶単位がないとき、上記
アクセス対象の属するグループの占有領域量が尚該グル
ープの上限値をこえている場合には当該グループ内で、
当該グループの占有領域量が当該グループの上限値をこ
えていない場合には全体でＬＲＵ法によりｆｌｌき換え
１行りて新たな記憶単位を得るようにしたことを特徴と
するものである。
（５） 発明の実施例
以下、不発ｑＩＪｔ−図面を参照しつつ説明する。
第４図は本発明に使用されるハードウェアの一実施例１
示すブロック図、第５図は本発明の一実施例を説明する
フローチャートでるる。第４図において、６．１１ない
し１８とｎはアンド・ゲート。
示すブロック図、第５図は本発明の一実施例を説明する
フローチャートでるる。第４図において、６．１１ない
し１８とｎはアンド・ゲート。
７はレジスタ、８はカウンタ、９と１９ｔ：を比較回路
、ｌＯと２１はオア・ゲート％加はアドレス・レジスタ
。
、ｌＯと２１はオア・ゲート％加はアドレス・レジスタ
。
２３ＶｉＬＲＵテーブルを示す。アンド−ゲート６の入
力端子の一方にはりはツク信号ＣＬＫが、他方には上限
値セット信号が供給され、出力端子はレジスタ７のセッ
ト端子に接続される。レジスタ７の入力端子には割当上
限値が入力され、出力端子は比較回路９の一方の入力端
子に接続される。カウンタ８のカウント・アップ端子に
は割当て信号が供給され、カウント・ダウン端子には解
放信号が供給され、出力端子は比較回路９の他方の入力
端子に接続される。比較回路９の出力端子はオア・グー
） １０の入力端子およびグループ＃０＃のアンド・グ
ー） １１の一方の入力端子に接続される。
力端子の一方にはりはツク信号ＣＬＫが、他方には上限
値セット信号が供給され、出力端子はレジスタ７のセッ
ト端子に接続される。レジスタ７の入力端子には割当上
限値が入力され、出力端子は比較回路９の一方の入力端
子に接続される。カウンタ８のカウント・アップ端子に
は割当て信号が供給され、カウント・ダウン端子には解
放信号が供給され、出力端子は比較回路９の他方の入力
端子に接続される。比較回路９の出力端子はオア・グー
） １０の入力端子およびグループ＃０＃のアンド・グ
ー） １１の一方の入力端子に接続される。
以上のアンド・ゲート６、レジスタ７、カウンタ８と比
較回路９會有する回路構成はグループ“Ｏ”Ｋ係るもの
でるるか、グループ１脣いし３についても同様の回路構
成でるり、それぞれの比較回路の出力端子がオアＯゲー
） １００入力端子および対応するアンド・ゲート１２
ないし１４の一方の入力端子に接続されている。アンド
・グー）１１の他方の入力端子にはグループＩＤ ｖ
ｏｏ”が入力され、アンド・グー） １２の他方の入力
端子にはグループより’０１’ が入力され、アンド
・ゲート１３の他方の入力端子にはグループＩＤ’ＩＯ
’ が入力され、アンド・グー） １４の他方の入力
端子にはグループＩＤ’ｌｌ’ が入力され、アンド・
ゲート１１ないし１４の出力端子は比較回路１９の入力
端子に接続される。オア・グー） １０の出力端子はア
ンド・ゲート１５と１８の一方の入力端子に接続される
。アンド・グー） １５の他方の入力端子にはＬＲＵ起
動信号が入力され、出力端子はアンド・グー） １６の
他方の入力端子に接続される。アンド・グー） １８の
他方の入力端子にはタイミング信号Ｔが供給され、出力
端子は比較回路１９のセット端子に接続される。
較回路９會有する回路構成はグループ“Ｏ”Ｋ係るもの
でるるか、グループ１脣いし３についても同様の回路構
成でるり、それぞれの比較回路の出力端子がオアＯゲー
） １００入力端子および対応するアンド・ゲート１２
ないし１４の一方の入力端子に接続されている。アンド
・グー）１１の他方の入力端子にはグループＩＤ ｖ
ｏｏ”が入力され、アンド・グー） １２の他方の入力
端子にはグループより’０１’ が入力され、アンド
・ゲート１３の他方の入力端子にはグループＩＤ’ＩＯ
’ が入力され、アンド・グー） １４の他方の入力
端子にはグループＩＤ’ｌｌ’ が入力され、アンド・
ゲート１１ないし１４の出力端子は比較回路１９の入力
端子に接続される。オア・グー） １０の出力端子はア
ンド・ゲート１５と１８の一方の入力端子に接続される
。アンド・グー） １５の他方の入力端子にはＬＲＵ起
動信号が入力され、出力端子はアンド・グー） １６の
他方の入力端子に接続される。アンド・グー） １８の
他方の入力端子にはタイミング信号Ｔが供給され、出力
端子は比較回路１９のセット端子に接続される。
比較回路１９の入力端子にはＬＲＵテーブルおからひか
れたグループＩＤが入力され、出力端子はオア・グー）
２１０入力端子Ｋｉｉ！！続される。オア・ゲート２１
の出力端子はアンド・ゲートηの他方の入力端子に接続
される。アンド・ゲート１６の一方の入力端子にはタイ
ミング信号Ｔが入力され、出力端子はアドレス・レジス
タ加のアドレス・セット端子に接続される。アンド・グ
ー） １７の一方の入力端子にはＬＲＵテーブルｎの中
のアドレス信号ｑが入力され、他方の入力端子にはＬＲ
Ｕ起動信号が入力され、出力端子はアドレス・レジスタ
加の入力端子に接続される。アドレス・レジスタ加の出
力端子はアンド・グー）２２の一方の入力端子およびＬ
ＲＵテーブルおの読み出し部に接続される。ＬＲＵテー
ブルＦｉ第５図に示すようにドライブ／トラック・アド
レスとグループよりが収納され１割当上限値は第６図に
示すようにグループＩＤ毎に設定される。
れたグループＩＤが入力され、出力端子はオア・グー）
２１０入力端子Ｋｉｉ！！続される。オア・ゲート２１
の出力端子はアンド・ゲートηの他方の入力端子に接続
される。アンド・ゲート１６の一方の入力端子にはタイ
ミング信号Ｔが入力され、出力端子はアドレス・レジス
タ加のアドレス・セット端子に接続される。アンド・グ
ー） １７の一方の入力端子にはＬＲＵテーブルｎの中
のアドレス信号ｑが入力され、他方の入力端子にはＬＲ
Ｕ起動信号が入力され、出力端子はアドレス・レジスタ
加の入力端子に接続される。アドレス・レジスタ加の出
力端子はアンド・グー）２２の一方の入力端子およびＬ
ＲＵテーブルおの読み出し部に接続される。ＬＲＵテー
ブルＦｉ第５図に示すようにドライブ／トラック・アド
レスとグループよりが収納され１割当上限値は第６図に
示すようにグループＩＤ毎に設定される。
以上の構成により本発明の一実施例を第７図の７０−・
チャートに沿って説明する。占有できる記憶領域量（割
当上限値）Ｌ（＜）はレジスタ７％占有領域量Ａ （０
は割当、解放に従い増、滅するカウンタ８ （４はグル
ープ１の意味）から読み出され。
チャートに沿って説明する。占有できる記憶領域量（割
当上限値）Ｌ（＜）はレジスタ７％占有領域量Ａ （０
は割当、解放に従い増、滅するカウンタ８ （４はグル
ープ１の意味）から読み出され。
両者は比較回路９Ｔ／ｃおいて比較されへる。そこで。
ホスト・コンビエータ１からアクセスがめったが、第２
図の７０−〇チャートの■の処理においてバッファ・テ
ーブルに登鋒されておらず、空領域力ないときは次のよ
うに処理全行う。
図の７０−〇チャートの■の処理においてバッファ・テ
ーブルに登鋒されておらず、空領域力ないときは次のよ
うに処理全行う。
■ ＬＲＵによる置き換え処理が開始される。
■ 各グループのカウンタ８の出力Ａ （（） 、即ち
占有領域量が割当上限値Ｌ （ｓ）に達しているかどう
かｔ比較回路９により判定する。Ｙｅｓの場合は■を経
て■ｓ Ｎｏの場合は■を経て■の処理【する。
占有領域量が割当上限値Ｌ （ｓ）に達しているかどう
かｔ比較回路９により判定する。Ｙｅｓの場合は■を経
て■ｓ Ｎｏの場合は■を経て■の処理【する。
■ オア・ゲー） １０の出方とＬＲＵ起動信号により
アンド・ゲート１５の条件が成立し、アンド・ゲート１
５の出力とタイ建ング信号ＴＫよりアンド・ケ−）１６
の条件が成立するのでアドレス・レジスタ２０にアドレ
ス信号ｑがセットされる。
アンド・ゲート１５の条件が成立し、アンド・ゲート１
５の出力とタイ建ング信号ＴＫよりアンド・ケ−）１６
の条件が成立するのでアドレス・レジスタ２０にアドレ
ス信号ｑがセットされる。
アドレス・レジスタ２０によりＬＲＵテーブルおからそ
のアドレスのグループＩＤがひかれる。
のアドレスのグループＩＤがひかれる。
このグループＩＤは比較回路１９においてアクセスのあ
ったグループのアンドーゲー） １１ないし１４の出力
と比較される。その結果不一致のときはアドレスが更新
され、再びＬＲＵテーブルおから次のアドレスのグルー
プよりがひかれて同様に比較回路１９においてアンド・
ゲート１１ないし１４の出力と比較され、比較回路１９
から一致出力が得られるまで繰り返えされる。一致出方
が得られるとアンド・ゲート２２からグループＩＤの一
致したアドレス信号が出方される。このようにＬＲＵテ
ーブルおでグループより＝（のエントリを下から探しｒ
ＬＲＵエントリ」とする。
ったグループのアンドーゲー） １１ないし１４の出力
と比較される。その結果不一致のときはアドレスが更新
され、再びＬＲＵテーブルおから次のアドレスのグルー
プよりがひかれて同様に比較回路１９においてアンド・
ゲート１１ないし１４の出力と比較され、比較回路１９
から一致出力が得られるまで繰り返えされる。一致出方
が得られるとアンド・ゲート２２からグループＩＤの一
致したアドレス信号が出方される。このようにＬＲＵテ
ーブルおでグループより＝（のエントリを下から探しｒ
ＬＲＵエントリ」とする。
■ オア・ゲート１０の出力の反転人力によりオア・ゲ
ー） ２１の出力がアンド・ゲート２２に供給され、ア
ンド・ゲート２２からアドレス信号ｑが出力される。こ
のようにＬＲＵテーブル詔の最下位のエントリ１ｒＬＲ
Ｕエントリ」とする。
ー） ２１の出力がアンド・ゲート２２に供給され、ア
ンド・ゲート２２からアドレス信号ｑが出力される。こ
のようにＬＲＵテーブル詔の最下位のエントリ１ｒＬＲ
Ｕエントリ」とする。
■ アンド・ゲート２２の出力信号によりＬＲＵエント
リの領域が解放され、ＬＲＵテーブルの置き換えが行わ
れる。
リの領域が解放され、ＬＲＵテーブルの置き換えが行わ
れる。
第６図は本発明に使用されるＬＲＵテーブルを示す図で
、各エントリにはドライブ／トラック・アドレスとグル
ープＩＤが記入されている。−個のエントリはバッファ
記憶装ｆｉ１３の一個の管理記憶単位に対応する。第７
図は本発明に使用されるグループＩＤと割当上限値との
対応表管示す図である。第８図は本発明に使用されるエ
クステント・テーブルを示す図で、各エントリＫ１１−
１機番フィールドとトラック・アドレス−フィールドと
グループＩＤフィールドとがめる。機番フィールドとト
ラック・アドレス・フィールドにはバッファ記憶装置３
に格納すべき記憶単位が記入されている。
、各エントリにはドライブ／トラック・アドレスとグル
ープＩＤが記入されている。−個のエントリはバッファ
記憶装ｆｉ１３の一個の管理記憶単位に対応する。第７
図は本発明に使用されるグループＩＤと割当上限値との
対応表管示す図である。第８図は本発明に使用されるエ
クステント・テーブルを示す図で、各エントリＫ１１−
１機番フィールドとトラック・アドレス−フィールドと
グループＩＤフィールドとがめる。機番フィールドとト
ラック・アドレス・フィールドにはバッファ記憶装置３
に格納すべき記憶単位が記入されている。
第９図はバッファ・テーブルを示す図で、各エントリに
はバッファ記憶装置３に格納されている記憶単位のトラ
ック・アドレスとバッファ記憶位置が記入されている。
はバッファ記憶装置３に格納されている記憶単位のトラ
ック・アドレスとバッファ記憶位置が記入されている。
例えば、データ・セットＡ。
Ｂ、Ｃ％Ｄがディスク記憶装置５にある場合は、これら
のデータ・セットは、例えばアクセスの仕方、即ちアク
セスがランダムに行われるのか、シーケンシャルに行わ
れるのか等により、或いはアクセス頻度、即ち単位時間
当りのアクセス回数により、或いはライト／リード比に
より１或いはレスポンス要求時間により、データ・セッ
トＡとＢは同グループに、データ・セットＣとＤは別グ
ループにというようにグループ分けが行われる。
のデータ・セットは、例えばアクセスの仕方、即ちアク
セスがランダムに行われるのか、シーケンシャルに行わ
れるのか等により、或いはアクセス頻度、即ち単位時間
当りのアクセス回数により、或いはライト／リード比に
より１或いはレスポンス要求時間により、データ・セッ
トＡとＢは同グループに、データ・セットＣとＤは別グ
ループにというようにグループ分けが行われる。
このように各グループの占有領域量が上限値に達してい
ない時の動作は単純ＬＲＵと同じでるるが、あるグルー
プのアクセスが膨んで新規のステージングが大量に発生
すると、そのグループの占有領域量は上限値に到達する
。その時には、そのグループの占有量がこれ以上増えな
いようにそのグループ内でＬＲＵが行われる。その後、
他グループのステージングが増加してくると、このグル
−プのトラックが追い出され再び単純ＬＲＵの動作に戻
る。
ない時の動作は単純ＬＲＵと同じでるるが、あるグルー
プのアクセスが膨んで新規のステージングが大量に発生
すると、そのグループの占有領域量は上限値に到達する
。その時には、そのグループの占有量がこれ以上増えな
いようにそのグループ内でＬＲＵが行われる。その後、
他グループのステージングが増加してくると、このグル
−プのトラックが追い出され再び単純ＬＲＵの動作に戻
る。
本発明によれば、トラックをいくつかのグループに分け
るが、ＬＲＵテーブル自体は一つである。
るが、ＬＲＵテーブル自体は一つである。
但し各グループに対して割当ての上限値管設ける。
上限値はトラック数でも良いし、領域の管理単位（ブロ
ック）でも良い。各グループの上限値の合計は実際のバ
ッファ容量を越えていても良い。上限値はグループ内ト
ラックによる過占有状態の抑止の丸めにあり、ＬＲＵテ
ーブル？グループ毎に持つこととは異なる。
ック）でも良い。各グループの上限値の合計は実際のバ
ッファ容量を越えていても良い。上限値はグループ内ト
ラックによる過占有状態の抑止の丸めにあり、ＬＲＵテ
ーブル？グループ毎に持つこととは異なる。
各グループの上限値の合計？バッファ容量に等しいよう
にしておくと、グループ毎のＬＲＵと同じことになる。
にしておくと、グループ毎のＬＲＵと同じことになる。
その場合、領域の無駄は生ずるかもしれないが、グルー
プとしていつも一定の領域量會確保することができる。
プとしていつも一定の領域量會確保することができる。
（６） 発明め効果
以上の説明から明らかなように１本発明によれば、定常
状態では単純なＬＲＵでめるが、めるグループによる占
有量の増加に対して歯止めをがけることができる。従り
てアクセスの性質によってグループ分けして、グループ
毎に適切な上限値を設定して占有領域量を制限でき、他
グρ−プの必要なトラックが追い出されることはなく、
領域の無駄が生じないのでディスクｅキャッシェとして
安定した性能が期待できる。
状態では単純なＬＲＵでめるが、めるグループによる占
有量の増加に対して歯止めをがけることができる。従り
てアクセスの性質によってグループ分けして、グループ
毎に適切な上限値を設定して占有領域量を制限でき、他
グρ−プの必要なトラックが追い出されることはなく、
領域の無駄が生じないのでディスクｅキャッシェとして
安定した性能が期待できる。
第１図はディスク・キャッジ為・サブシステム管説明す
るブロック図、第２図はディスク・キャッジ為・サブシ
ステムの逃理會説明する７０−・チャー）、８３図は従
来のＬＲＵテーブル管示す図、第４図は本発明に使用さ
れるハードウェアの一実施例を示すブロック図、第５図
は本発明の一実施例全説明するフロー・チャート、第６
図は本発明に使用されるＬＲＵテーブルを示す図、第７
図は本発明に使用されるグループＩＤと割当上限値との
対応表管示す図、第８図は本発明に使用されるエクステ
ント・テーブル管示す図、第９固状バッファ・テーブル
を示す図である。 ｌ・・・ホスト・コンビエータ、２・・・ディスク／デ
ィスク・キャッジ為制御装置、３・・・バッファ記憶装
置、４・・・ディスク制御アダプタ、５・・・ディスク
記憶装置、６．１１ないし１８と２２・・・アンド・ゲ
ート。 ７・・・レジスタ、８・・・カウンタ、９と１９・・・
比較回路、１０と２１・・・オア・ゲート、２０・・・
アドレス・レジスタ、詔・・・ＬＲＵテーブル。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 ズ １ 図
るブロック図、第２図はディスク・キャッジ為・サブシ
ステムの逃理會説明する７０−・チャー）、８３図は従
来のＬＲＵテーブル管示す図、第４図は本発明に使用さ
れるハードウェアの一実施例を示すブロック図、第５図
は本発明の一実施例全説明するフロー・チャート、第６
図は本発明に使用されるＬＲＵテーブルを示す図、第７
図は本発明に使用されるグループＩＤと割当上限値との
対応表管示す図、第８図は本発明に使用されるエクステ
ント・テーブル管示す図、第９固状バッファ・テーブル
を示す図である。 ｌ・・・ホスト・コンビエータ、２・・・ディスク／デ
ィスク・キャッジ為制御装置、３・・・バッファ記憶装
置、４・・・ディスク制御アダプタ、５・・・ディスク
記憶装置、６．１１ないし１８と２２・・・アンド・ゲ
ート。 ７・・・レジスタ、８・・・カウンタ、９と１９・・・
比較回路、１０と２１・・・オア・ゲート、２０・・・
アドレス・レジスタ、詔・・・ＬＲＵテーブル。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 ズ １ 図
Claims (1)
- ２以上の階層を有する記憶装置の上位階層の記憶領域全
管理する記憶領域管理方式において、アクセス対象を複
数のグループに分け、グループ毎に占有できる記憶量の
上限値を定め、アクセスがｈ り７ｔとき当該アクセス
対象のデータが上記上位階層に登録されておらず、かつ
上記上位階層の記憶装置ｌＫ空の記憶単位がないとき、
上記アクセス対象の属するグループの占有、領域量が当
該グループの上限値會こえている場合には当該グループ
内で、当該グループの占有領域量が当該グループの上限
値ｔこえていない場合には全体で−ＬＲＵ法により置き
換え全行なって新友な記憶単位を得るようにしたことを
４１徴とする記憶領域管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57028643A JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57028643A JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58144961A true JPS58144961A (ja) | 1983-08-29 |
| JPH0370259B2 JPH0370259B2 (ja) | 1991-11-07 |
Family
ID=12254194
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57028643A Granted JPS58144961A (ja) | 1982-02-24 | 1982-02-24 | 記憶領域管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58144961A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60118949A (ja) * | 1983-11-30 | 1985-06-26 | Fujitsu Ltd | セル・プ−ル動的返却制御方式 |
| JPH04220741A (ja) * | 1990-12-21 | 1992-08-11 | Fujitsu Ltd | キャッシュメモリの管理方法 |
| US7281087B2 (en) | 2002-10-17 | 2007-10-09 | Nec Corporation | Disk array device managing cache memory by dividing cache memory into a plurality of cache segments |
Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5420098A (en) * | 1977-07-15 | 1979-02-15 | Bayer Ag | Preparation of linear isocyanate polyaddition product having hydroxyl group in side chain |
| JPS54108621U (ja) * | 1978-01-13 | 1979-07-31 | ||
| JPS5622280A (en) * | 1979-07-30 | 1981-03-02 | Fujitsu Ltd | Replacement processing system |
| JPS5652447A (en) * | 1979-10-02 | 1981-05-11 | Nec Corp | Working set control system |
-
1982
- 1982-02-24 JP JP57028643A patent/JPS58144961A/ja active Granted
Patent Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5420098A (en) * | 1977-07-15 | 1979-02-15 | Bayer Ag | Preparation of linear isocyanate polyaddition product having hydroxyl group in side chain |
| JPS54108621U (ja) * | 1978-01-13 | 1979-07-31 | ||
| JPS5622280A (en) * | 1979-07-30 | 1981-03-02 | Fujitsu Ltd | Replacement processing system |
| JPS5652447A (en) * | 1979-10-02 | 1981-05-11 | Nec Corp | Working set control system |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60118949A (ja) * | 1983-11-30 | 1985-06-26 | Fujitsu Ltd | セル・プ−ル動的返却制御方式 |
| JPH04220741A (ja) * | 1990-12-21 | 1992-08-11 | Fujitsu Ltd | キャッシュメモリの管理方法 |
| US7281087B2 (en) | 2002-10-17 | 2007-10-09 | Nec Corporation | Disk array device managing cache memory by dividing cache memory into a plurality of cache segments |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0370259B2 (ja) | 1991-11-07 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6457102B1 (en) | Cache using multiple LRU's | |
| US4420807A (en) | Selectively holding data in a buffer for defective backing store tracks | |
| US5933853A (en) | Removable storage-medium assembled-type large-capacity information storage apparatus and information processing method | |
| JPS59180645A (ja) | デ−タ・セツト割当て方法 | |
| JP2834189B2 (ja) | 入出力制御方法 | |
| JPH034940B2 (ja) | ||
| JPH07254204A (ja) | 光ディスク装置 | |
| US5420983A (en) | Method for merging memory blocks, fetching associated disk chunk, merging memory blocks with the disk chunk, and writing the merged data | |
| CN106547476A (zh) | 用于数据存储系统的方法和装置 | |
| US9727247B2 (en) | Storage device and method, and storage medium | |
| US6898672B2 (en) | Segmenting cache to provide varying service levels | |
| US20200117601A1 (en) | Storage controller, storage system, storage controller controlling method, and program | |
| JPS58144961A (ja) | 記憶領域管理方式 | |
| US6785759B1 (en) | System and method for sharing I/O address translation caching across multiple host bridges | |
| US7035980B2 (en) | Effects of prefetching on I/O requests in an information processing system | |
| JPS60214060A (ja) | 外部記憶キヤツシユ制御方式 | |
| JPH09265416A (ja) | 階層的情報管理方法及びその実施装置 | |
| JP2000285022A (ja) | ディスク制御装置 | |
| JP3016430B2 (ja) | 磁気ディスク制御チャネル | |
| JPS59180853A (ja) | カートリッジ最適配置方式 | |
| JPH06214720A (ja) | ディスク記憶装置のデータ更新方法 | |
| JP2854668B2 (ja) | ディスク・キャッシュ制御方式 | |
| JPH05233400A (ja) | キャッシュ付きディスク制御装置 | |
| JPS61241853A (ja) | キヤツシユ・メモリ制御方式 | |
| JPS5933689A (ja) | デ−タ転送方式 |