JPS617952A - 活動トレ−ス収集装置 - 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】 以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野 Ｂ、開示の概要 Ｃ１従来の技術 り０発明が解決しようとする問題点 Ｅ９問題点を解決するためのための手段Ｆ、実施例 ａ、全般的説明（第２図、第３図） ｂ、ハードウェアの説明（第１図） Ｃ０動作の説明 ｄ、データ分析 Ｇ０発明の効果 Ａ、産業上の利用分野 本発明は一般にコンピュータ・システム、特に直接アク
セス記憶装置に対するアクセスをロギングする装置に係
る。

Ｂ、開示の概要 本発明は、Ｉ１０キャッシュ記憶装置を有する直接アク
セス記憶装置（ＤＡＳＤ）のアクセスを記録するトレー
ス収集装置において、クロック装置と制御装置を設け、
ＤＡＳＤに対するアクセスごとにその開始および終了時
刻を、他のアクセス・パラメータとともにキャッシュ記
憶装置に書込むことにより、ＤＡＳＤと中央プロセッサ
（ＣＰＵ）の両者の動作を分析できるようにしたもので
ある。

Ｃ０従来の技術 殆んどすべてのコンピュータ・システムは、その中央プ
ロセッサ（ＣＰＵ）が記憶位置ごとにアクセスできるラ
ンダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）を含む。また多数
のコンピュータ・システムはその周辺装置として直接ア
クセス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含む。一般に、ＤＡＳＤ
は、直列的にアクセスしない記憶装置とみなされる。広
義には、データ記憶装置は、直列および並列手段の組合
せによってデータをアクセスする装置として特徴づけら
れる。データは１つ以上のブロックに書込まれる。■ブ
ロック内のデータは直列に書込まれアクセスされる。複
数ブロックに対するアクセスは並列に行なわれる。従っ
て、このような一般的な定義では、すべてのＩ１０装置
は、アクセスの並列性と直列性の程度を表わすスペクト
ルで表わすことができる。ＲＡＭは、このスペクトルの
一方の端にある。というのは、そのアドレス可能な位置
に対するアクセスは完全に並列であり、そしてそのアク
セス時間は、このスペクトル内で最も短いからである。

このスペクトルの反対の端には、直列に書込まれたデー
タを完全に直列にアクセスするテープ装置があり、その
アクセス時間はこのスペクトル内で最も長い。本発明は
原則的には、前述のスペクトル内のすべての装置に適用
できる。

もつとも、現在の技術的限界を考慮すると、本発明は前
記スペクトルの中央部分に位置する装置に最もよく適合
する。従って、本発明の観点からすれば、前述のＤＡＳ
Ｄの一般的定義に該当する装置のうち、ＲＡＭ、ＲＯＭ
　（読取専用記憶装置）、テープ装置またはこれらと同
等の装置を、ＤＡＳＤとみなさないのが適当である。こ
のような実際的なりＡＳＤ装置のリストには、磁気ディ
スク装置、磁気ディスケット装置、磁気バブル装置、光
デイスク装置および電荷結合素子（Ｃ’ＣＤ）が含まれ
るが、これの装置に限定されるものではない。

最近では、種々のタイプの直接アクセス記憶装置が開発
されている。一般にディスク装置と呼ばれるハード・デ
ィスク装置は、比較的高速で大容量のＤＡＳＤを提供す
る。もう１つのタイプのディスク装置にフロッピー・デ
ィスク装置またはディスケット装置がある。これは一般
にハード・ディスク装置よりも低速で容量が小さいがハ
ード・ディスク装置よりもかなり低価格でコンパクトで
ある。さらに、ディスケットは持運びが容易であるとい
う特性を有する。

ＤＡＳＤの読取りまたは書込みはその機械的な性質のた
めに対応するＲＡＭの動作と比較して相対的に低速であ
るから、データは通常かなり長いブロックにわたって読
取られ、またその読取りはＣＰＵの計算サイクルに較べ
れば比較的少ない頻度で実行される。

過去において、ＤＡＳＤに対するアクセスを記録するた
めのシステムが開発されたことがあるが、これは主とし
てＤＡＳＤ資源の使用料金情報を作成するためのもので
あった。このようなアクセスのロギングは、アプリケー
ション・プログラムまたは、より一般的にはオペレーテ
ィング・システムのソフトウェア・レベルで実現された
。ソフトウェア・タイプのシステムでは、ＤＡＳＤの読
取りまたは書込みと同時に追加のプログラミング・ステ
ップが実行され、これによりアクセスに関連し適切な情
報を記録する。このようなアクセスのロギングは、読取
りまたは書込みシーケンス中に記録ステップが含まれな
ければならないという理由でプログラマまたは少なくと
もシステム・プログラマに対し透明ではない。更に、ア
プリケーションまたはソフトウェア・プログラマは、直
列アクセス情報のために十分なデータ記憶領域を設けな
ければならない。なぜなら、このような記録動作は別個
のステップで行なわれ、必然的に余分なＣＰＵ時間を消
費するからである。

従来のアクセス・ロギングは、その殆んどが料金計算の
ために使用されてきた。しかしながら、本発明者は、か
かるアクセス情報がコンピュータ・プログラムの効率な
らび直列記憶装置の動作状態を監視するのに有用である
ことを見出した。

コンピュータ実行のトレースを決定することは、下記の
ような多数の従来技術に記載されている。

すなわち、米国特許第３６５９２７２号は命令ごとのト
レースを開示し、米国特許第４１８１９６５号は実行さ
れた各々の行をリストするトレース能力を有するコンピ
ュータを開示し、米国特許第３６７３５７３号はプログ
ラム実行における分岐点のトレースについて開示してい
る。また、１８Ｍテクニカル・ディスクロージャ・プレ
テン、第２３巻、第１１号、１９８１年４月、ページ４
９０３−４９０５は、アドレスおよび命令ステップを比
較するトレース機構を開示し、米国特許第４０７５６９
３号および１８Ｍテクニカル・ディスクロージャ・プレ
テン、第２３巻、第７Ｂ号、１９８０年１２月、ページ
３１１５−３１１６は、故障割込みを生じたＩ１０装置
からトレース・バックを行なう機構を開示している。

Ｄ２発明が解決しようとする問題点 しかしながら、これらのすべての手法はＣＰＵの相当な
介入を必要とするので、通常の動作に悪影響を与える。

実際には、受入れがたいシステム応答時間の遅れを生じ
ることなしに収集できるのは、ディスク・サブシステム
要求のトレースだけである。このようにディスク・サブ
システムのトレースが選択されるのは、ディスクにおけ
る事象が比較的低速の時間スケールで生ずるために、ト
レース収集プロセスにとってずつと好ましいからである
。

従って、本発明の目的は、直接アクセス記憶装置（ＤＡ
ＳＤ）のトレース収集装置を提供することである。

本発明の他の目的は、アプリケーション・プロダラムお
よびシステム・プログラムに対し透明なトレース収集装
置を提供することである。

本発明の他の目的は、中央プロセッサＣＣＰ　Ｕ）と併
行動作するディスク装置自身に関連したトレース収集装
置を提供することである。

Ｅ１問題点を解決するための手段 本発明のトレース収集装置はキャッシュ記憶装置を付設
したＤＡＳＤに関連して設けられる。このキャッシュ記
憶装置の一部は、必要に応じて、ＤＡＳＤに対するアク
セス情報を記録するために使用される。すなわち、ＤＡ
ＳＤアクセスの開始および終了時間が記録され、更に、
要求源の追加の情報、例えば要求のタイプ、Ｄ　Ａ　Ｓ
、　Ｄ上の要求位置ならびに要求終了後のステータスが
記録される。かかる情報がキャッシュ記憶装置に収集さ
れた場合、これはＣＰＵまたはＤＡＳＤに関連した従属
プロセッサにより統計的に評価される。または、多数の
アクセスからのデータ列を用いて、より複雑な分析も実
行できる。

Ｆ、実施例 ａ、全般的説明（第２図、第３図） ディスク・サブシステムとＣＰＵの相互作用はシステム
・レベルの性能を決定するのに極めて重要である。なぜ
なら、殆んどのアプリケーション・プログラムのスルー
プットは、ディスク・サブシステムまたはＣＰＵの処理
能力を越えた処理要求によって制約されるからである。

システム・レベルの応答時間およびスループットを改善
するには、このような評価と前記相互作用を十分に理解
することが不可欠である。すなわち、この点に係る知識
は、システム・パフォーマンスを最適化するための基礎
を与えるものである。

システム・パフォーマンスを改善する１つの重要な方法
は、ディスク・サブシステムの応答時間が減少するよう
にディスク・キャッシュ装置を使用することである。デ
ィスク・キャッシュ装置については、米国特許第４４９
０７８２号に開示されている。米国特許４４８９３７８
号も同じ概念を開示している。ディスク・キャッシュ装
置はディスク装置に関連して設けられている。ディスク
装置から成るレコードが要求されると、これに隣接する
多数のレコードがディスク・キャッシュ装置に読込まれ
る。若し、当該レコードまたはこれに隣接するレコード
が後で要求されれば、それらのレコードは、ずっと低速
なディスクの読取または書込みをしなくてもディスク・
キャッシュ装置から直ちに利用することができる。しか
し、たとえディスク・キャッシュ装置を使用したとして
も、多くの重要な要素が、システム・パフォーマンスの
最適化の障害として手つがずのまま残されている。本発
明は、ディスク・キャッシュ装置を追加のハードウェア
およびマイクロコードによって増強することにより、シ
ステム・パフォーマンスの最適化に対するこれらの障害
を処理せんとするものである。

システム・パフォーマンスの問題を解決するキーは、所
与のアプリケーション環境がディスク・サブシステムを
非効率的に使用する程度を定量化することである。先ず
、システムのディスク使−用のパフォーマンスを低下さ
せる３種類の問題について説明する。なお、これらの問
題は本発明を用いて検出し定量化することができる。

（１）オーバフロー領域へのデータ・セットの断片化（
フラグメンテーション） （２）ディスク装置とＣＰＵ処理の間のオーバラップの
不足 （３）ディスク装置の１アクセス当りの経路長の増加 非効率的な利用の主要な一例は、システムの１次データ
・セット自身というよりもオーバフロー領域へのアクセ
ス量がかなり増加する場合に生ずる。オーバフロー領域
の利用は、データ・セットの断片化の一例である。オー
バフロー領域が必要性であるのは、書込まれるデータ量
が、増大して、最初に割振られたデータ・セット領域の
大きさを越えるからである。その場合、余分なデータの
ための特別なオーバフロー領域が、最初に構成されたブ
ロックの外側にセットアツプされる。

オーバフロー領域に対するアクセスは、パフォーマンス
に関連した少なくとも２つの理由により不利である。第
１に、オーバフロー・アクセスは、１次データ・セット
に対する順次的なアクセス・パターンに反する。従って
、オーバフロー・アクセスは、ディスク・キャッシュ装
置について用いられたブリフェッチ機構からの最適範囲
の利益を享受することができない。第２に、オーバフロ
ー・アクセスは、１次データ・セットにおける目標領域
から多数のシリンダ分だけ距離的に離れたディスク領域
に指向される傾向がある。従って、オーバフロー・アク
セスは、読取りヘッドをオーバフロー領域に移動する際
のシーク時間が長くなる傾向がある。

ディスク・キャッシュ管理システム内には、発見的チュ
ーニング（ｔｕｎｉｎｇ）アルゴリズムを設けることが
できる。この発見的チューニング・アルゴリズムは、ブ
リフェッチの量を減少させることによって、オーバフロ
ー・アクセスの増加に有効に応答することができる。こ
のチューニングは前記米国特許第４４９０７８２号に開
示されている。

一般に、ブリフェッチ量は、追加ブロックが読取られる
成るブロックの端部からの距離である。″プリフェッチ
″という用語は、ディスク・データの転送レコードを、
それより大きいブロックと呼ばれる単位に置くための方
式に関連して定義されている。一般に、個々の要求は、
順次に配置された１〜３個のレコードに対して行なわれ
る。１ブロツクは順次に配置された複数（たとえば８個
）のレコードから成り、従って、要求されたレコードは
目標ブロックと呼ばれる特定ブロック内に含まれる。ブ
リフェッチを行なうと、目標ブロックに後続するディス
ク・データの追加ブロックが順次に取出される。前記米
国特許第４４９０７８２号に開示された手段によれば、
若し、ブリフェッチがキャッシュ・ヒツトを得るのに効
果がないと分れば、ブリフェッチされるブロック数が減
少される。ブリフェッチを実行しないという制限の下で
は、要求された目標ブロックしかアクセスされない。従
って、かかる発見的チューニング・アルゴリズムの作用
により、高頻度のオーバフロー・アクセスに起因するヒ
ツトの低下が最小化される。

しかしながら、それでもなお、機械的なシーク時間の遅
延は、オーバフロー・アクセスがない場合よりも長い。

後述のずっとすぐれた解決方法は、オーバフロー・アク
セスの増加を検出することである。この場合、データ・
セットの所有者はそのデータ・セットの再編成を選択で
きる。この再編成を適切に行なえば、オーバーフロー領
域に以前に書込まれたデータ項目は、最初のデータ・セ
ットの拡張版において適切な順次位置に書込まれること
になる。

従って、最適のブリフェッチを行なうことが可能となり
、これによりディスク・キャッシュ装置の効率が向上す
るので、パフォーマンスはより望ましいレベルに戻るよ
うになる。　　・ オーバラップ問題については、処理およびデータ・アク
セスのタイミングの若干の説明を要する。

単一プログラミングすなわち単一スレッド環境では、第
２図に示すように、システム・タイムはＣＰＵとディス
ク装置の間で分割される。ＣＰＵは、読取りまたは書込
みコマンドをディスク装置に発行する前の期間に計算を
行なう。コマンドが発行された後は、ＣＰＵは待機状態
に入り、一方、デ・イスク装置は最終的にデータを供給
するようにアクセスされる。ＣＰＵは、データが供給さ
れた後でしか処理を再開できない。ディスク・キャッシ
ュ装置を使用すると、ディスク・アクセス期間を減少で
きるが、それでもなお、ＣＰＵはディスク・アクセス期
間の間遊体状態に留まる。ディスク装置が激しく使用さ
れる場合、このディスク・アクセス期間はかなり長くな
る。

このような、ＣＰＵとディスク装置の間のオーバラップ
の不足をなくすため、２以上のプログラムを併行処理す
るようにシステムをセットアツプできる。第３図は、２
つのタスクＡおよびＢの多重プログラミング、多重スレ
ッド・システムを示す。ＣＰＵの処理がディスク要求の
ために中止されると、ディスク装置は要求されたデータ
のアクセスを開始し、それと同時にＣＰＵはタスクＢの
処理に切換わる。図示のタイミングでは、タスクＢの処
理は、タスクＡのディスク・アクセスよりも長くかかる
。その結果、ディスク装置は、タスクＡのアクセスを終
了した後遊休状態に入り、タスクＢの処理が終了するま
で待機する。その後、ＣＰｔＪはタスクＡに切換わり、
そしてディスク装置はタスクＢをアクセスする動作を再
開する。しかしながら、若し、タスクＢのアクセスがタ
スクＡの処理よりも長くかかるなら、ＣＰＵは遊休状態
に入り、ディスク装置が使用可能になるまで待機する。

このように、第３図のオーバラップ動作は良好ではある
が、完全ではない。なぜなら、ＣＰＵとディスク装置の
動作がオーバラップしない期間があるからである。

システムのスループットは、ＣＰＵとディスク・サブシ
ステムの両者が同時に使用される場合に向上する。理想
的には、アプリケーション・プログラムとオペレーティ
ング・システムは、できるだけ多くのオーバラップが得
られるように設計されていることがｉましい。オーバラ
ップの程度を高めるため、オペレーティング・システム
は多重プログラミングおよび多重スレッド設計を用いて
いる。更に、アプリケーション・プログラムは、現在の
ディスク・アクセスがディスク・サブシステムでサービ
スされている間、前のディスク・アクセスから得たデー
タについて重要な計算を実行するように試みる。

システム・パフォーマンスは、オーバラップの程度が減
少するにつれて低下する。このようなオーバラップの減
少は、種々の理由から生じる。仮想記憶システムでは、
多重プログラミングのレベルが増加し、現在の主記憶割
振りが、実行をスケジュールされた種々のプログラムす
べてのワーキング・セットの要求を受入れるのに十分で
はなくなることがある。第３図の多重スレッド環境で動
作中のタスクに対するすべてのプログラムは、ＲＡＭに
常駐していなければならない。タスクの数が増加するに
従って、ＲＡＭのプログラム記憶空間すなわち各プログ
ラムに割当てられたワーキング・セットの空間は減少す
る。ＲＡＭ内にないプログラム部分のシーケンスに移る
と、ページ不在が起こり、このプログラムの追加部分を
ディスク装置からアクセスすることが必要となる。この
結果、ワーキング・セットの空間が不適切になるため、
ページ不在が急激に増加し、従ってページング・データ
・セット装置を更にアクセスしなければならない。

前述のディスク・サブシステムの動作概要から分かるよ
うに、ページ不在の増加は、ＣＰＵの遊休時間が急激に
増加することを意味する。このようにＣＰＵの遊休時間
が増加すると、ディスク・サブシステムに対するアクセ
ス相互間の時間間隔が増加するという不利益が生じる。

また、このようにディスク装置のアクセス間隔が大きく
なると、オーバラップが少なくなる。

非仮想記憶システムでは、データ・セットの断片化現象
が処理のオーバラップの程度を減少させ、ひいてはシス
テムのスループットを低下させるように作用することが
ある。この状況では、アプリケーション・プグラムに要
求されたデータを供給するために、オーバフロー領域に
対するより長いアクセス時間が必要である。その結果、
１つのタスクに対するアプリケーション・プログラムは
、前のアクセスから得られたデータの処理を終了し。

他のタスクからの現在のデータ要求が満足されるまで、
後続処理を延期するように強制されることが多くなる。

ディスク・サブシステムの動作概要から分るように、デ
ィスク・アクセス当りのＣＰＵ活動のレベルは低下する
。

システム・パフォーマンスに関する問題のもう１つの例
は、受取られたディスク・アクセス当りのＣＰＵ活動の
レベルがかなり増加する場合である。このような増加は
、新しい版のアプリケーション・プログラム、すなわち
ディスク・データに関連して設けられた一層高レベルの
機能を有するアプリケーション・プログラムに照らして
完全に正当化できる。

あいにく、ＣＰＵ活動の増加は、正当化されないことが
多い。この場合、ＣＰＵ活動の増加は、アプリケーショ
ン・プログラミングの実現上の改悪によるものである。

大規模なプログラムは、絶えず改訂され保守を要する。

同様に、オペレーティングシステムも数多くの変更を受
ける。重要でないと考えられた変更が経路長に与える影
響はそ□の実現前に適切に検討されないことが多く、ま
たかかる変更により経路長が予想外に増加することがし
ばしばある。経路長は、プロセスにおける２点間の動作
の数であって、命令速度（ＫＩＰＳまたはＭＩＰＳ）で
表わされる動作速度に関連する。

従って、経路長が増加すると、システム・パフォーマン
スは低下する。というのは、実行される機能の程度によ
って実際に正当化される時間よりも多くのＣＰＵ時間が
各作業項目について使われるからである。解決のキーは
、ディスク装置活動のレベルに関連して経路長が増加す
る時と場所を識別することである。このような経路長の
変更は、プログラミングの実現がへたに変更されていて
、更に最適化を必要とすることを表わすことがある、と
にかく、ＣＰＵとディスク装置の間のシステム資源の使
用バランスを変更することは、アプリケーション・プロ
グラムとオペレーティング・システムの設計をより綿密
に検討する強い誘因となるであろう。

前述の３つの問題のすべての領域において、ＣＰＵのサ
ービス時間と、ディスク・サブシステムのサービス時間
とのバランスにかかわる重要な問題点がある。このよう
なバランスの決定は、システムの主要な１つ以上の処理
要素に対するサービス要求シーケンスのトレースが可能
な場合は、極めて容易に行なうことができる。原則とし
てＣＰＵ活動またはディスク・サブシステム活動のトレ
ースにより所望の分析が可能である。

ｂ、ハードウェアの説明（第１図） 本発明の１実施例に必要なハードウェアの概要を第１図
に示す。Ｉ１０チャネルＩＯはディスク・サブシステム
と授受されるデータはＩ１０チャネル１０を介して転送
される。更に、読取りまたは書込み要求に必要な情報も
同じＩ１０チャネル１０を介して転送される。この情報
には、要求のりイブ、要求源、および要求されたデータ
のディスク上の位置のような項目が含まれる。２つのデ
ィスク装置１２が図示されているが、実際のディスク装
置の数は本発明の実施にとって重要ではない。

ディスク・コントローラ１４は、Ｉ１０チャネルｌＯと
ディスク装置１２の間の情報の流れを制御する。ディス
ク・コントローラ１４はマイクロプロセッサ１６を含み
これはディスク・コントローラ１４が所望の機能を実施
するように記憶装置１８に書込まれているプログラムを
実行する。ディスク・コントローラ１４は前記米国特許
第４４９０７８２号および第４４８９３７８号に開示さ
れたタイプの、高速のキャッシュ記憶装置２０も含む。

Ｉ１０キャッシュ動作のために、マイクロプロセッサ１
６はディレクトリ２２を有し、これはキャッシュ記憶装
置１２０に現に記憶されている、ディスク装置１２から
のレコードのトラックを維持する。Ｌ　ＲＵ　（ｌｅａ
ｓｔ　ｒｅｃｅｎｔｌｙ　ｕｉｑｅｄ）リストは、他の
記憶装置２４に記憶されており、キャッシュ記憶装置２
０にあるレコードのうち最も長いる。ＬＲＵリストの目
的は、マイクロプロセッサ１６がキャッシュ記憶装置２
０へ追加ブロックの書込みを希望する場合、キャッシュ
・記憶装置２０における使用可能な空間を決定すること
である。

スクラッチ・パッド２６は、マイクロプロセッサ１６が
行なう計算のために使用される。これまでの説明は、前
記米国特許に開示されたＩ１０コントローラの説明と殆
んど同じである。

本発明を実施するため、特にＩ１０チャネル１０からデ
ィ′スク・サブシステムに対する各アクセスごとに生成
されるトレース情報を記録するためのトレース記憶装置
２８が設けられる。トレース記憶装Ｎ２８は別個の記憶
装置であってもよいが、キャッシュ記憶装置２０とトレ
ース記憶装置２８とは、１つに組合わされた記憶装置（
以下、組合せ記憶装置という）を優先的に占有する。こ
の場合、マイクロプロセッサ１６からのプログラムの制
御により、組合せ記憶装置の記憶領域をキャッシュ記憶
装置２０とトレース記憶装置２８の間で動的に分割でき
る。ディスク・コントローラ１４のトレース機能が非活
動状態の場合には、組合せ記憶装置のすべてをキャッシ
ュ記憶装置２０ミニ割振ることができる。代替的に、デ
ィスク・コントローラ１４のキャッシュ機能が非活動状
態の場合は、組合せ記憶装置のすべてをトレース記憶装
置２８に独占的に割振ることができる。第１図し；示す
ように、組合せ記憶装置は、キャッシュ記憶装置２０と
トレース記憶装置２８の間で図示のように分割できるの
で、トレース収集とキャッシュ動作とは同時に進行する
。

ディスク・コントローラ１４には、更にノ１−ドウエア
・クロック装置３０が設けられている。クロック装置３
０は各アクセスの時刻をスタンプする手段を与える。ク
ロック装置３０は各々の読取り後にＯにリセットされる
ことが望ましし１゜その結果、スタンプされた時刻は、
最後のクロック読取りからの経過時間の長さを与える。

所要の時刻スタンプは、ハードウェア・クロック装置３
０の代りに、ソフトウェアの遊休ループ・タイマ番こよ
って得られることも明白である。

Ｃ０動作の説明（第１図） トレース収集動作をディスク・キャッシュ動作と併行し
て行なうのかどうかを決定する必要がある。かかる併行
動作はキャッシュ動作に関する情報を与えるが、この場
合には組合せ記憶装置の一部分がトレース記憶装置２８
に割振られる力濁ら、キャッシュ記憶装置２０の大きさ
は必然的番こ減少される。従って９組合せ記憶装置がキ
ャッシュ記憶装置２０に割振られている場合には、トレ
ース収集動作は通常の動作状態を反映しなり）。他方、
組合せ記憶装置が完全にトレース記憶装置２８も二剤振
られている場合は、より長いトレースが可能であり、か
くてあたかも全キャッシュ容量が使用されていたかのよ
うにディスク・アクセスのトレースを解釈することがで
きる。すなわち、キャッシュ動作を伴なうディスク動作
は、キャッシュ力を非動作の場合に生成されたトレース
・データカ〜らエミュレートできる。

併行使用が行なわれる場合、典型的な状況では、３８４
ＫＢ（キロバイト）の組合せ記憶装置の容量のうち３２
ＫＢがトレース記憶装置２８に割振られ、３５２ＫＢが
キャッシュ記憶装置２ｏに割振られる。若し、後述する
データを記録するのにアクセスごとに１６バイトのデー
タが必要であると仮定すれば、結果的なトレースは２０
４８回のディスク・アクセスを記録できる。もし必要で
あれば、キャッシュ記憶装置２ｏへの組合せ記憶装置の
割振りを更に減少することにより、より長いトレースを
収集できる。併行動作中のトレース記憶装置２８の大き
さは、組合せ記憶装置の全容量をキャッシュ記憶装置２
ｏが使用する場合に達成できるレベルの近くに、キャッ
シュのパフォーマンスを維持するという要請によって制
約される。

トレース収集プロセスは極めて容易に実施できる。ディ
スク・アクセスごとに、第１表に示すデータ項目がマイ
クロプロセッサ１６によって決定され、トレース記憶袋
ｆｉｆ２８に順次レコードとして書込まれる。このデー
タ記憶を行う時間は、ディスク・サブシステムに対する
サービス要求ごとの合計サイクル・タイムと較べて微々
たるものである。マイクロプロセッサ１６のプログラム
制御により、トレース記憶装置２８のデータ記憶容量に
達すると、このトレース収集が中止される。新しいトレ
ース動作は、現にトレース記憶装置２８にあるトレース
・データが完全に処理されるまでは開始されない。

ＪＬＬ艮 ディスクごとに　　されるデータ （、）現在のアクセスの開始時に取られる時刻スタンプ
１ （ｂ）ディスク・アクセスのためのヘッド、セクタ、シ
リンダ （ｃ）ディスク装置番号 （ｄ）　主記憶バッファ・アドレス （ｅ）データ転送量 （ｆ）ディスク・コマンド （ｇ）動作終了ステータス （ｈ）キャッシュ・ヒツトまたはキャッシュ・ミス（ｉ
）現在のアクセスの終了時に取られる時刻スタンプ２ ディスク・アクセスごとに収集されたデータは、アクセ
ス開始時の時刻スタンプ１とアクセス終了時の時刻スタ
ンプ２を含む。若しハードウェア・クロック装置３０が
その読取りごとにリセットされるものとすれば、時刻ス
タンプ１は、前のディスク・アクセスからの経過時間の
長さを表示し、時刻スタンプ２は、現在のアクセスの持
続期間を表示する。ディスク・アクセスのためのヘッド
、セクタ、シリンダおよびディスク装置番号は、読取り
または書込み動作であるかどうかに関わりなく、要求さ
れたデータの開始アドレスを与える。

ディスク・アクセス要求は、主記憶装置バッファ・アド
レスを伴なう。このバッファ・アドレスは、当該アクセ
スが読取り、書込み、または索引アクセス方式のような
他のアクセス・タイプであるかどうかによって異なる。

このように、バッファ・アドレスはアクセスのタイプに
関する情報を与える。データ転送量は、当該アクセスで
要求されたレコード数を表わす。従って、ディスク・ア
クセスの開始アドレスに関連したデータ転送量は、ディ
スク装置のどのレコードが当該アクセスで要求さたかに
ついての情報を与える。ディスク・コマンドは、実行さ
れるディスク・アクセスのタイプ、すなおち、それが読
取りか、書込みか、もしくはディスク走査動作のような
別のタイプのアクセスかどうかを表わす。この情報は主
記憶装置バッファ・アドレスから利用可能な情報と部分
的に重複するが、この主記憶装置バッファ・アドレスは
２つ以上のディスク・コマンドのために使用されてるこ
とがありうる。動作終了ステータスは、要求がうまく終
了したか、または誤りにより要求が打切られたかどうか
を表わす。ステータスの記憶については、米国特許第４
０９１４５５号に開示されている。キャッシュ・ヒツト
は、ディスク装置からの要求されたデータがキャッシュ
記憶装置２０で利用可能であつ、たことを表わし、キャ
ッシュ・ミスは、要求されたデータがキャッシュ記憶装
置２０で利用可能ではなく、従ってディスク装置１２の
読取りまたは書込みが必要であったこと門表わす。もち
ろん、組合せ記憶装置が完全にトレース記憶装置２８に
割振られている場合は、キャッシュ・ヒツトはない。

ｄ、データ分析 トレース収集は、トレース記憶装置２８が一杯になった
場合に、または使用可能なトレース・データを分析する
という外部の決定が行なわれた場合に中止される。トレ
ース・データの分析は、本発明にとっては重要ではない
、いくつかの実現方法によって進められる。トレース記
憶装置２８にあるトレース情報は、熟練したシステム・
プログラマにより、後の分析のため別の媒体に移すこと
ができる。代替的に、ＣＰ　ＴＪに、完全なトレースデ
ータのセットが使用可能であることを通知するようにし
てもよい。この場合、ＣＰＵは、通常のタスクを中断し
てトレース・データの分析を行なう。トレース分析が終
ると、ＣＰＵは、通常の動作を再開し、空のトレース記
憶装置２８への新しいトレース収集が始まる。より魅力
的な代替方法は、ディスク・コントローラ１４のマイク
ロプロセッサ１６に分析動作を割当てることである。一
般に、ディスクコントローラ１４のマイクロプロセッサ
１６は使用可能な遊休時間を十分に保有しているので、
これを簡単なトレース分析に振向けることができる。マ
イクロプロセッサ１６による分析は、キャッシュ記憶装
置２０の大きさがわずかに減少する以外は、トレース収
集動作がＣＰＵに対し透明になるという利点を有する。

トレース・データは、順次的なディスク・アクセスにつ
いて収集されたデータの順序づけられたシーケンスから
成ることが注意され゛るべきである。

トレース・データは、ディスク・パラメータの平′均的
なものよりも多くのものを与える。隣接する複数のアク
セスのトレース・データを比較し、かつトレース・デー
タの完全なセットを統計的に分析することにより、貴重
な情報を取出すことができる。システム動作およびディ
スク装置動作の両者の詳細かつ完全な調査結果は、トレ
ース・データ全体の完全な評価から得ることができる。

第２表は、ディスク・トレースの適切な類別４こより作
成できる代表的な分析項目を示す。

第２表 （ｂ）非キャッシュ式ファイル・システムにおける０シ
ークの比率 （Ｃ）ディスク装置の利用度 （ｄ）　、ＣＰ　Ｕリード・イン（ｌｅａｄ　−ｉｎ）
経路長の推定値 （ｅ）ＣＰＵとディスク装置のオーバラップの推定値 ０シークは、ディスク・ヘッドがディスク・アクセスを
開始するのに移動しなくてもよい場合、すなわち同じデ
ィスク装置１２に対する２つの順次的なディスク・アク
セスが同じディスク・シリンダについて行なわれる場合
に生じる。２つの順次シリンダ番号が同じ場合、シーク
距離は０であるからシーク動作は、存在しない。シーク
距離は、現在のアクセスのシリンダ番号と、同じディス
ク装置１２の前のアクセスのシリンダ番号とを比較して
決定される。もちろん、０シークは、これらの２つの番
号が同じ場合である。０シークの比率は、所与のディス
ク装置に対する０シーク・アクセス回数と全アクセス回
数との比として計算される。トレース収集動作がキャッ
シュ動作と並行して実行されている場合、キャッシュ式
レコードと非キャッシュ式レコードに対する０シークの
比率を求めるために、これらのアクセスはキャッシュ・
ヒツトをキャッシュ・ミスとに区分されねばならない。

ディスク装置の利用度は時刻スタンプ・データによって
決まる。時刻スタンプｌはディスク・アクセスの開始点
で読取られ、時刻スタンプ２はディスク・アクセスの終
了点で読取られる。更に、計算を簡単にするため、ハー
ドウェア・クロック装置３０はその読取り後にリセット
されるものと仮定する。所与のディスク装置１２に対す
るすべての時刻スタンプ２の指示値の和は、該ディスク
装置が実際に使用中であった時間の大きさである。

すべてのディスク装置に対する時刻スタンプ１と時刻ス
タンプ２の全指示値の和は、現に分析されているトレー
ス・データの収集中にすべてのディスク装置が使用可能
であった時間の合計である。

使用時間と合計時間との比は、所与のディスク装置の利
用度である。更に、時刻スタンプ２の指示値から、シー
ク距離をディスク・ヘッドの速度で割って得られるシー
ク時間を除くこともできる。

修正された時刻スタンプ２の指示値の和は、既に所定位
置にあるディスク・ヘッドが実際にディスク装置１２を
読取るのに使った合計時間の長さである。修正のための
調整方法は、ディスク装置がシーク動作と読取り／書込
み動作を１つのコマンドに組込むか、またはシーク・コ
マンドが発行され、続いてそれとは別個の読取り／書込
みコマンドが発行されるかどうかにより決定される。

リードイン経路長はＣＰＵの利用度に関連する。

ディスク・サブシステムにおけるトレース収集は、ディ
スク装置の利用度を決定するだけでなく、リードイン経
路長を決定するのにも使用できる。しかしながら、遠隔
にあるＣＰＵのリードイン経路長の決定は、より複雑で
あるので、システム動作について慎重な考慮を要する。

最初に、システムは単一スレッド動作であり、そのタイ
ミングは、大体、第２図に示されたものであると仮定す
る。時刻タイミング２の指示値の和は第２図のディスク
装置の利用度を与え、時刻スタンプｌの指示値の和はデ
ィスク装置の非利用度を与える。しかしながら、ディス
ク装置の非利用度期間はＣＰＵ利用期間に等しくはない
。典型的な時刻スタンプｌの指示値は、ディスク・シー
ク時間、Ｉ１０コントローラ１４の処理時間、ＣＰＵの
経路長時間（考察中の項目）およびアプリケーション・
ステージング時間の遅延から構成される。ディスク・シ
ーク時間は、時刻スタンプ１の指示値に含まれる。なぜ
なら、前述のＩ１０コントローラ１４では、別個のシー
ク・コマンドがＣＰＵから発行されてヘッド・シークを
行わせるが、このシーク・コマンドはトレース収集事象
に影響を及ぼさないからである。アプリケーション・ス
テージング時間の遅延は、入力情報の不足によりＣＰＵ
が遊休状態にある時間である。例えば、ＣＰＵは、追加
の入力データが必要であることをターミナルの操作員に
知らせることができる。操作員が応答するのに要する時
間がアプリケーション・ステージング時間の遅延になる
。直接測定または計算により、シーク時間とＩ１０コン
トローラ１４の処理時間との統計的平均値を、所与の時
刻スタンプ１の指示値から差引いてもよい。その結果化
じた時刻スタンプ１の残余は、ＣＰＵの所望の経路長時
間と予測不能なアプリケーション・ステージング時間の
和である。

アプリケーション・ステージング時間の影響は、次のよ
うにして取除かれる。すなわち、多数のアプリケーショ
ン・プログラムでは、時刻スタンプ１の残余の約９０％
はＣＰＵの経路長時間によって支配されていることが証
明されている。実際、残余の９０％については、アプリ
ケーション・ステージング時間は経路長時間−ＣＰＵが
実際に計算している時間−と比較すると殆んど０に近い
。時刻スタンプ１の残余の残りの１０％については、ア
プリケーション・ステージング時間がかなりの部分を占
める。このような経験から１時刻スタンプ１の残余は、
トレースに記録されたアクセスごとに計算される。これ
らの残余はその大きさにより分類される。これらの残余
のうち最大１０％はトレース・データから取除かれる。

というのは、それらが、平均してかなりのアプリケーシ
ョン・ステージング時間を含むものとして示されている
からである。残余のうち残りの９０％は合計され、その
平均はＣＰＵのリードイン経路長の推定値とみなされる
。

更に、ＣＰＵの動作がディスク装置の動作とオーバラッ
プする程度の推定値をこれらの残余から得るためには、
追加の仮定が必要である。すなわち、（第２図に示され
ているような）非オーバラップ式単−スレッド環境では
、２つの連続したディスク要求を発行するのに必要な最
小限の経路長があるものと仮定する。この最小限の時間
は一般に、特定のＣＰＵを動作させるように作成された
オペレーティングシステムの各々について知られている
。この導出のため、前述の１０％が取除かれた後に残っ
ている最大の時刻スタンプ１の残余のうち５０％もまた
取除かれる。次いで５０％の最小の時刻スタンプ１の残
余の各々が、隣接するディスク・サービス要求の間の経
路長時間の所与の最小値と比較される。最小の経路長時
間よりも小さい時刻スタンプ１の残余の各々については
、成る程度のオーバラップが存在していることが宣言さ
れる。一般に、残余の５％〜２０％がオーバラップの証
拠を示すことが分っている。

リードイン経路長とＣＰＵ／ディスク装置のオーバラッ
プの分析についての前記説明は、第２図に示すような、
単一スレッド動作の仮定に基づいている。しかしながら
、若し、多重タスクが、第３図に示すような、多重スレ
ッド環境で実行されているなら、分析は複雑になる。リ
ードイン経路長を計算する前に、それぞれのタスクから
のアクセスをトレース・データで識別しなければならな
い。この識別は、どのタスクが、ディスク装置上の要求
されたデータ位置を割当てられるかということに基づい
て行なうことができる。

０シークの比率とディスク装置の利用度との計算は、デ
ィスク・コントローラ１４に設けられたマイクロプロセ
ッサ１６の能力の範囲内で容易に実行されることが分っ
ている。更に、時刻スタンプ１の残余の計算と検査も、
マイクロプロセッサ１６に割当てることができる。これ
らの時刻スタンプ１の計算は広範であり時間がかかるが
、優先順位の低いタスクとしてマイクロプロセッサ１６
が遊休状態の場合に行なうことができる。

Ｈ０発明の効果 以上詳述したように、本発明によれば、直接アクセス記
憶装置のアクセスをその各々ごとに記録し、分析するこ
とができ、またこのような動作をアプリケーション・プ
ログラムおよびシステム・プログラムに対し透明な態様
で行なうことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に関連したハードウェアのブロック図、
第２図は単一スレッド環境におけるＣＰＵおよびディス
ク装置の利用タイミング図、第３図は複数スレッド環境
におけるＣＰＵおよびディスク装置の利用タイミング図
である。 １０・・・・Ｉ１０チャネル、１２・・・・ディスク装
置、１４・・・・ディスク・コントローラ、１６・・・
・マイクロプロセッサ、２０・・・・キャッシュ記憶装
置、２２・・・・ブイレフ１−リ、２４・・・・ＬＲＵ
リス１−１２６・・・・スクラッチ・パッド、２８・・
・・１−レース記憶装置、３０・・・・ハードウェア・
クロック装置。 」＼−ド゛ウェアのブロック図 第１図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 周辺装置をデータ・プロセッサに結合するコントローラ
   において、 前記周辺装置の活動に関する情報を記憶する記憶装置と
   、 クロック装置と、 前記記憶装置および前記クロック装置に結合されたトレ
   ース制御装置とを備え、 該トレース制御装置は前記コントローラと前記周辺装置
   の通常の動作の間に動作して各周辺装置動作の開始およ
   び終了時刻を表わす時刻情報を前記クロック装置から取
   出すとともに、該時刻情報および前記各周辺装置動作の
   性質を定義する他の少なくとも１つのパラメータ情報を
   、前記記憶装置に書込むように構成されていることを特
   徴とする活動トレース収集装置。