JPS58501296A - Ｌｒｕペ−シング・バツフア・プ−ルを通してデ−タ・ベ−スのデマンド・アクセスを行なう際のスラツシング減少 - 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】 ＬＲＵページング・バッファ・プールを通してデータ・ペースのデマンド・アク セスを行なう際のスラッシング減少〔技術分野〕 本発明は、ＬＲＵページ編成型バッファ・プールを通してデータ・ペースのデマ ンド・ベージングを行なうような、並行プロセス間のスラノ／ング全最小化する ための、ＣＰＵで実現可能な方法に係る。

〔背景技術〕

仮想記憶は使用可能な物理的記憶よシも大きいアドレス・マツプであり、主記憶 と補助記憶の間の区別を々くする。ルベル記憶の概念は“ベージング技術によっ て実現可能である。ページング技術では、仮想アドレス空間は大きざの等しい゛ ページ”に分割され、主記憶は同様に同じ大きさのページ・フレームに分割され る。ページ・フレームｉｃ　Ｐ　Ｕテ現在実行中のプロセス間で共用され、かく てどの時点でも所与のプロセスは主記憶に駐在する数ページ全有し、それ以外は 補助記憶に１駐在する。ページング機構は２つの機能を有する。第１に、アドレ ス・マツピング動作を実行し、第２に、要求によってページを補助記憶から主記 憶に転送し、それらがもはや使用されなくなったときは主記憶から補助記憶に戻 す。キャッシュと呼ばれるバッファ空間およびキャッシュ・マネージャは参照機 能全実行する。例えば、ページングのアト７ス・マツピング動作のために小さい 連想記憶を使用する（２） ことができるが、これはキャッシュ内に保持されているページを見つけるための テーブル・ルックアップを並行して行なうためである。キャッシュ内でページが 利用できないことは、ページ・フォールトまたはページ不在と呼はれる。ページ 不在を取除くには、補助記憶（バックアップ記憶または記憶サブシステム）をア クセスして要求されたページヲ取出すことが必要である。

キャッシュすなわちバッファ・プールケ管理するには、情報をキャッシュのどこ に置くか、キャッシュに未割当区域を作るためにどの情報を追出すか、いつ（例 えば、要求されたとき、または先行して）情報をロードするか、という復々の点 を考慮する必要がある。最近のキャッシュ管理では、最も長い間使用されなかっ たページ、すなわちＬＲＵ　（ＬｅａｓｔＲｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅｄ　）ペー ジが置換される。これは将来の活動が最近の活動に密接に追出するであろうとい う仮定を含んでいる。一方、プロセスはその前後関係において動作する、すなわ ち、短い時間インターバルにおいて、所与のプロセスは特定の論理モジュール内 で動作し、かくて単一の処理手順から命令を引出すとともに、単一のデータ領域 からデータを取出す傾向がある。従って、記憶参照はアドレス空間の小さい局所 域へ集中する傾向がある。かかる参照の局所性はルーピングが頻繁に発生するこ とによって増進される。このループが稠密であればあるほど参照の拡がシは小さ くなる。このような局所性の原理は、プログラム参照がアドレス空間の小さい局 所域へ集中する傾向があり、かつこれらの局所域が間欠的にのみ変わる傾向があ るということを一般化したものである。Ｄｅｎｎｉｎｇ　の論文”　Ｔｈｅ　Ｗ ｏｒｋｉｎｇ　Ｓｅｔ　Ｍｏｄｅｌ　ｆｏｒＰｒｏｇｒａｍｍｅｄ　Ｂｅｈａｖ ｉｏｒ”、Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｔｏｎｓ　ｏｆ　ＡＣＭ。

Ｖａｔ、Ｉ　Ｌ、　Ｍａｙ　１９６８、ｐｐ−５２５〜５３３、ではいわゆる“ ワーキングセット″のモデル全形成するのにページ式メモリの環境で局所性の原 理が適用されている。更に、Ｄｅｎｎｉｎｇは、プロセス間における記憶空間の 競合によって、主記憶および補助記憶間のベージング・トラフィックが著しく増 加し、その結果、プロセス利用効率の急激な低下を伴なうことがあることを観察 した。また、Ｄｅｎｎｉｎｇ　は、高度のマルチプログラミング全採用すると、 多数のページ不在の発生を避けるために各プロセスがメモリ中に十分なページを 保持することが不可能になる場合があることを観察した。これはバンクアップ記 憶をキャッシュへ結合する経路が飽和し、従って大部分のプロセスがページ転送 を待機して停止される場合があることを意味する。これがスラッシングの１つの 側面である。ＤｅＨｎｉｎｇ　によれば、このような状況下では、各プロセスが ＣＰＵ’ｅ有効に使用しうる前に“ワーキングセット”と呼ばれる成る最小数の ページを主記憶に保持することが必要とされる。もし主記憶中に存在するページ の数がこの数よりも小さければ、そのプロセスはページ不在によって引続き中断 されることになろう。

考慮しなければならない他の点としては、参照の順序があ（４） シ、また反復的参照の有無がＬ　Ｒ’　Ｕ編成型キャッシュにどのような影響を 持つかということがある。例えは、１つのプロセスによって高速で要求される個 別的参照のス）　ＩＪソング該ノロセスのページをスタックの最上部に移し、他 のプロセスによって使用されるページをキャッシュから追出す傾向がある。ＬＲ Ｕ編成型キャッシュがひどい動作をするもう１つのケースは、キャッシュに保持 されつるページ・セットよシも大きいページ・セントを升してフロセスがサイク ルする場合、すなわち反復的参照相互間の距離がキャッシュの容量よりも大きい 場合である。この場合、所与のページに対する新しい参照は悉くページ不在を生 ぜしめる。

スラッシングが特に激しくなるのは、実質的に異なる速度でベージング全行なう ようなネストされたルーズの形式で、並行プロセス間のアクセス活動が現われる 場合である。前に説明したように、よシ速い要求速度で実行されるプロセスはよ り遅いルーズのページをすべて追出す傾向がある。

前に説明したＤｅ　ｎ　ｎ　ｉ　ｒｌ　ｇのワーキングセット・モデルは、局所 性が存在している限り、ＬＲＵスタック管理に不可欠なものとされた。Ｓｈａｗ 　の単行本”Ｔｈｅ　Ｌｏｇｉｃａｌ　Ｄｅｓｉｇｎｏｆ　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ 　Ｓｙｓｔｅｍｓ　”、　ｐｐ−１３８〜１４４．１９７４およびＤｅｎｎｉｎ ｇ　自身がＣｏｆｆｍａｎ　と共同で執筆した単行本”Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓ ｙｓｔｅｍ　Ｔｈｅｏｒｙ　”、Ｐｒｅｎｔｉｃｅ−Ｈａｌｌ　、ｐｐ−２９８ 〜２９９．１９７１では、スラツシングハテマンド・ベージング方式をダウンさ せることが指摘されているが、スラ（５） ッシングを回避するための方のは全く提案されていない。また、Ｌａｎｇほかの 論文１ＩＤａｔａ　Ｂａ５ｅ　Ｂｕｆ　ｆｅｒ　Ｐａｇｉｎｇ　１ｎＶｉｒｔｕ ａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｓｙｓｔｅｍｓ”ＸＡ　ＣＭ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ ｓｏｎ　Ｄａｔａ　Ｂａ５ｅ　ＳｙｓｔｅｍａＸｐｐ、６５９〜５５１、Ｄｅｃ 、１９７７およびＳｅｌｉｎｇｅｒほかの論文”Ａｃｃｅｓｓ　Ｐａｔｈ　５ｅ ｌｅｃｔｉｏｎｉｎ　ａ　Ｒｅ１ａｔｉｏｎａｌ　Ｄａｔａ　Ｂａ５ｅ”、Ｐｒ ｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　１９７９、Ｓ　Ｉ　ＧＭＯＤ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ｏ 、ｆ　ｔｈｅ　ＡＣＭ％　ｐ　ｐ、２２〜′５４では、ワーキングセント・モデ ルの不適当性が繰シ返し指摘されており、またＩＢＭ社の情報管理システム（Ｉ ＭＳ）およびＳＱＬ／ＤＳ（構造化照会言語／データ・システム）によって例証 された関係データ・ベース・データ管理（ＤＢＤＭ）システムの如き１階層デー タ・ベースで見出される、無限にネストされたループに富むアクセス環境におけ るスラッシング問題の複合性が強調されている。Ｓ　Ｑ　Ｌ／Ｄ　Ｓは１９８１ 年１月３１日にＩＢＭ社から発行されたＱｅｎｅｒａｌＩｎｆｏｒｍａｔ、ｉｏ ｎ　ａｎｄ　Ｃｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄ　Ｉｎ５ｔａｌｌａｔｉｏｎ　Ｍａｎｕ ａｌ　、。

Ｆｏｒｍ　ＡＧＨ２４−５０１２およびＧＨ２４−５０１３に説明されている。

同時係属中の米国特許出願第２３５８０６号（１９８１年２月１９日出願）では 、省略された参照トレースのみ全使用することによシ、割当の問題が率の関数と して扱われている。

ページ・フレームの割当は動的に行なうことができるが、そのようなシステムは 修正されたワーキングセットのモデルに作用し、ＤＢＤＭオプテイマイザの意味 では予測性がない。

（６） 〔発明の説明〕 本発明では、高レベルのデータベース・データ！埋（Ｄ　ＢＤＭ）システムがオ ノティマイザ全使用しておシ、そしてこのオノテイマイザがプロセスの形式でア クセス計画全生成する、という事実が活用されている。ここで、このプロセスは 、ベージング・タスクに対するバッファ・ブールの割当ておよびベージング活動 の局所性に関する仮定（予測）を含んでいる。オフティマイザは、将来実行する 並行タスクについてルーピング・アクセス活動が存在するようなページ・セット ヲ探％（Ｉする。このパラメータは、タスク毎に決定され、記憶アクセス要素に 渡される。記憶アクセス要素はバッファを複数のＬＲＵスタッタに分割し、そし てこの予測されたパラメータ・サイズに対しスタッタ全動的に調整する。

もつと具体的に溶えば、本発明は、ＬＲＵページの編成型バッファ・プール全弁 してデータ・ベースのテマンド・ページングを行なうような、並行ノロセス間の スラッシングに！小化するための、ＣＰＵ″ｃ実現可能な方法に向けられる。こ の方法では （ａ）新シい各７０セスに対しページ・フＶ−ム（キャッシュ要素）の独立した Ｌ　ＲＵスタックを割当て、（ｂ）　ルーピング°アクセス活動のあるページ・ セット（ホント１．セント）を探知し、 （ｃ）対応するホット・セ、ノド全保持するのに十分大きいページ・フＶ−ムの セットが存在するような７０セス全スケジユールし、 （ｄ）　ページ不在が生じたとき、どのページも固定されていなければ対応する スタックでＬＲＵページ置換を実行するか、または固定されていないページのみ を含む最初のスタッタ（この実際の占有フレームは当該プロセスによって要求さ れたページの数よりも少ない）から１ページ・フンームｋｌｌＪ当てる ステツノが含まれる。

図面の簡単な説明 ｉ１図Ｕ、ｒ、ＲＵページ編成型バッファ・７′−ル葡通して関係データ・ベー スをアクセスするためにオフテイマイザが使用される状況で、２ウエイの結合照 会に対するバッファ・サイズと測定されたページ不在の数との関係を示す図、第 ２図は、第１図と同様の状況で、ろワエイの結合照会に対するバッファ・サイズ と常用対数で表わした測定されたページ不在の数との関係を示す図、第６図は、 第１図と同様の状況で４９エイの結合照会に対するバッファ・サイズと測定され たページ不在の数との関係を示す図、第４図は、本発明を利用した場合と利用し ない場合の、２ワエイの結合要求を処理するに要する相対的コスＢ、示す図であ る。

〔実施態様および産業上の利用性の説明〕〔ワーキングセットのモデルを用いた 先行技術のバッファ管理の概念的側面〕 前掲のＤｅｎｎｉｎｇの論文は、一方のプロセスが他方のプロセスからページす なわちフレーム全スチールする如き、距離（８） が互いに異なるループのネスティングによって生じたスラッシング全処理するた めのｅ構を記述している。このようにして創出される混乱は°°外部スラッシン グと呼ばれる。゛ワーキングセット”のモデルを使用するバッファ・マネージャ は窓Ｔｉ定義ル、そしてＴに等しい期間に所与の７°ロセスによって要求される 異なるページの午均数を観察する。この数は当ｄ亥７’ｏナスの゛′クワ−ング セット・サイズ゛″Ｓｔ：’ある。

オペレーティング・システム内のスケジュールは、この７“ロセスの実行中に少 なくともＳページがそれ（で割当てられること全保証する。代替的に、バッファ ・マネージャは種々の１０セスからのペー　ジ要求に対し、それらのワーキング セット・サイズにりじて異なる優先順位を与えることができる。大きなワーキン グセット・サイズ全有するプロセスは、小さいシーキングセット・サイズを有す るプロセスよりも太きｂページ・フレーム・セット金得る。しかしながら、高性 口しのデータ・ベース管理／ステムにおいては、そのような機構はいくつかの欠 点を有する。すなわち、もしあるプロセスが浄めて迅速にべ一；孕要求しつつ、 データ上で長い順次走査を遂行するか、または反復的参照の距離が互いに異なる 複数のルーフ′全ネストするならば、ワーキングセットのモデルばいずれかのプ ロセスに多くのバッファ・フレームを与えようトシ、カ＜で能のノロセスの外部 スラッシングを生ぜしめることになる。また、ルーフ−の反復距離がバッファ・ サイズよシも大きい場合に、あるプロセスが窓のサイズＴよりも大、薔いページ 数にわたってルーフするならば、ワーキングセット機構はそのプロセスのために バッファ中にＴフレームを保持しようと試みるが、関連するフレームが１）Ｖ− ムだけの場合には同じノベルのページ不在が生じることになろう。従って、バッ ファのページ・フレームは十分に利用されないのである。

更に、６るプロセスが１つのページ・ルーズから次のページ・ルーフ“に移動す る場合、ワーキングセント・サイズが一時的に増加する結果、そのプロセスはそ れに割当てられたものより多いフレームを得る。かくて、前と同様に、外部スラ ッシングが生じる。また、複数の１０セスがそのワーキングセット・サイズの要 件を考慮してスケジュールされた場合には、スケジューリングの問題ケ生じる。

最後に、ワーキングセットを計算する際のオーバヘッドは予測方法を望ましいも のにする。スケジユーリング及びオペレーティング・システムの一般的説明につ いては、ＬｏｒｉｎおよびＤｅｉｔｅｌによる弔行本”　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　 Ｓｙｓｔｅｍｓ”、Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｖｅｓｌｅｙ、　１９８１の第１４章及び 第１５章を参照するとよい。

［８Ｍシステム３７０のノロセス実行環境〕本発明の方法は、１つ以上のＣＰＵ 全含み、各々のＣＰＵが主記憶、Ｉ１０チャネル、Ｉ１０制御装置、直接アクセ ス記憶装置およびそれらに結合されたその他のＩ１０装置ｔ有ｆる計算システム で、実行可能である３、このようｆｚ　’／　ステムは米国特許第３４０　’０ ３７１号で説明されている。前記システムは、プロセスの実行に必要な計算シス テムまたは・オペＶ（１０） −テイング・システムの機能のすべて金、資源として含んでいる。代表的々資源 は、主記憶、Ｉ１０装置、ＣＰＵ、データ・セットおよび制御ま・たけ処理１０ グラムを含む。更に、前記システムはマルチ７°ログラミング能力を有する。こ れは計算システムによる２以上のプロセスの並行処理に適し、ＩＢＭ社の刊行物 ＧＣ２８−６６４６（１９７３年７月）で説明されているＩＢＭシステム／３６ ０オペレーティング・システムの下でランする計算機で管理可能である。

本発明は、ＳＱＬ／Ｄｓの如き従来のデータ管理機能を含み、補助記憶を管理し 、かつ在来のプログラム・コンパイラおよびアセンブリ能力を備えるオペレーテ ィング・システム環境テ利用される。アセンブリ・レベルの言語は前記米国特許 第３４００３７１号およびＩＢＭ社の刊行物で説明されているが、他の刊行物″ Ａ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒｓ　Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔ。

Ｉ　Ｂ　Ｍ　Ｓｙｓｔｅｍ　／　３６０　Ａｓｓｅｍｂｌｅｒ　Ｌａｎｇｕａｇ ｅ　″、ＦｏｒｍＡＳＣ２０−１８４６−６（１９７９年１１月）には更に詳細 な紹介がなされている。

〔ホット・セットのモデル〕

本発明はＤＢＤＭシステム、特に関係ＤＢＤＭシステムがオノテイマイザ勿使用 しておシ、そしてこのオグテイマイザがベージング・タスクに対するバッファ・ プールの割当およびベージング活動の局所性に関する仮定（予測）を含む７０セ スの形式でアクセス計画を生成するという事実を活用している。先行技術のオフ テイマイザについては前に説明した。

（１１）特表昭５８−５０１２９Ｇ（４）これ以上の説明はＢｌａｓｇｅｎほか の論文”Ｓｙｓｔｅｍ　Ｒ：ＡｎＡｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅｄ　Ｖｉｅｗ　ｎ、 Ｉ　ＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｊｏｕｒｎａｌ　％Ｖｏ１．　２０．　Ａ　Ｉ、１９ ８１、ｐＰ、４１〜６２に示されている。

アクセス計画がシステムによって生成されるので、参照され易いデータ、ページ のパターンもアクセス計画の生成ト同時に予測しうることが思いがけなく観察さ れた。更に、すべての計画について汀、アクセス活動のパターンはページ・セッ トを通したルーピング？含む。付言すれは、関係定食のケースでは、ループは制 御ページおよびデータ・ページの間で定義することができる。ルーピング活動が 存在するようなページ・セントは゛ホット・セット″′と呼ばれる。もし実行す べきアクセス計画がホット・セットのサイズよりも大きいサイズのキャッシュ・ バッファ全利用する々らば、あるループで再び参照されるページがバッファ内に 留まっているので、処理は迅速に行なわれる。しかしながら、もしバッファ・サ イズがホット・セラトラ含むのに必要斤埴よりも小さければ、必要なページ不在 の数は急激に増加する。この状況は第１図乃至第３図に示されておシ、これらの 図面には、異なる照会（ｑｕｅｒｙ　）を肌理している間に行なわれるページ参 照の数がバッファ・サイズの関数として示されている。これらの図面で明らかな ように、２つ以上のルーピング・パターンがあづてもよい。２つ以上のルーピン グ・パターンはいくつかの不連続を生ぜしめる。これらの不連続の各々はパホッ ゛ト・ボイ（１２） ント″と呼ばれる。また、それ以下では照会の実行が不可能であるような、最小 限のバッファ・サイズがある。これは関係データ・ベースの特徴である。ある要 求を肌理する場合、ＬＲＵページ置換ステップとは無関係に、関係データ・ベー スはいくつかのページがバッファ・プールに留まるように強制する。バッファ・ ツールに留まるように強制されたページは固定されたページと呼ばれる。このよ うに、いくつかのページが固定されると、非割当バッファ・スペースのＬＲＵＷ 埋はそれに応じて修正されねばならない。ページの固定は性能を高めるために行 なわれる。これは、前掲のＬｏｒｉｎによる文献のうち第１２９頁及び第６０２ 頁に記述されている。

利用可能なバッファ・サイズよシも小さい最大のホット・ポイントは、照会に対 する”ホット・セット・サイズ”と呼ばれる。特に、ホット・セット・サイズは 、あるプロセスが同時に固定しつるページの数に灯芯する。第１図乃至第６図に は、２０ページのバッファ・サイズを使用した場合の種々の照会に対するホット ・セット・サイズの例が示されている。

ホット・セント・サイズはそれぞれ５．７および１２である。

これらの図面は、バッファ内にホット・セット・サイズに等しいページ数がない と、照会の実行は非効率的であることを示している。従って、アクセス計画につ いて決定されたホラｌ゛・セット・サイズよりも小さいバッファ・サイズ’４４ 用することになる場合には、予測要素を使用するという前提が正しくない。確か に、より小さいホット・セット・サイズを有（１３） する他のアクセス計画が最適となシうる場合がある。これは第４図に示されてお り、そこでは同じ結果を計算する２つの計画の相対的コストはバッファ・サイズ の関数として異なっている。

〔ホット・セット−モデル全使用する キャッシュ・バッファ管理〕

並行プロセスがＬＲＵページ編成型バッファ・プール全通してデータ・ベースの テマンド・ベージング？行なう場合、ＬＲＵ管理されたページ・フレームのチェ インが各プロセスごとに１つずつ別々に維持きれる。各々のページ・７ンーム・ チェインは、そのプロセスによってサービスされている要求のホット・セット・ サイズに等しい最大のサイズ含有する。

どのプロセスにも関連しないバッファ・ページ・フレームは、”フリー・リスト ″と呼ばれる別のＬＲＵリストに集められる。与えられた各々のＬＲＵページ・ フレーム・チェインは２つのパラメータによって管理されるのが望ましい。これ らの″ラメータＧ丁、”ｎｕｍｒｅｆ”および”ｎｕｍａｌｌ”　と呼ばれる。

”ｎｕｍｒｅｆ”はあるプロセスによって要求さり、るフレーム数を定義し、” ｎｕｍａｌｌ”はＬＲＵリスト中の実際のバラノア・フレーム数全指定する。本 発明では、“Ｈｕｍｒｅｆ″はそのプロセスのホット・セット・サイズに等しい 。あるプロセスがサイズσのＬＲＵスタック全要求するときに、フリー・リスト のサイズがσよりも小さければ、 ”ｎｕｍａｌｌ　”’：：”ｎｕｍｒｅｆ″（１４） である。この場合、このフリー・リストの内容は要求中プロセスのＬＲＵスタッ クに割当てられる。この状態は“フリー・リスト不足”と呼ばれる。

あるプロセスがページを要求する場合、バッファ・プールの現内容を定義するマ ツプを検量してその存在の有無が調べられる。これは連想メモリまたはハツシン グ技法のようないくつかの方居によって行なうことができる。パッハア／メモリ 探索の詳細については、Ｌｉ５ｔｅｒの単行本”Ｆｕｎｄａｍｅｎｔａｌｏｆ　 Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ”ＸＳｐｒｉｎｇｅｒ−ｖｅｒｌａｇ、Ｎｅ ｗ　Ｙｏｒｋ。

Ｉｎｃ、　、５ｅｃｏｎｄ　Ｅｄｉｔｉｏｎ、１９７９、ｐｐ、４０〜６０に説 明されている。

もし参照ページが見っかシ、そして、そのページが当該プロセスニ対するローカ ル・バッファ・プールのＬＲＵスタック中にも存在すれば、ローカル・スタック が更新される。このページがアクセスされる時間に、要求中プロセスはそのペー ジを固定することによシ、該プロセスがそのページについて作業を行っている間 に池のプロセスがそのページをバッファ・プールから追出さないようにすること ができる。通常、各々のページはそのページが固定された回数を追跡するだめの 参照カウンタを有する。あるプロセスが所与のページを固定する場合、その参照 カウンタは１だけ増分される。ページがバッファ内で見つからなかった場合には 、ローカル・バ、ソファ・スタック中の最も長い間使用されなかったページ（使 用カウント０）がバッファ・プールから追出され、そして要（１５）特表昭５８ −５０１２９６（５）求されたページと置換される。注意すべきは、あるプロセ スが所与のページの固定状態全解除した場合には、そのページの参照カウントが １だけ減分されるということである。

あるプロセスが終了する場合、前に説明したように、そのスタックのページはＬ ＲＵスタックが不足しているプロセスに割当てられる。割当全行なうに当っては 、不足状態にあるＬＲＵスタックを識別し、それに必要なフリー・フレーム数を 割当てて、そのホット・セット・サイズσのページ数ｋｍだす。もし未割当のペ ージ・ファームが残っているならば、これらのフレームは不足状態にある池のプ ロセスに割当てることができる。不足状態にあるプロセスに割当てられていなめ フリー、フレームば、フリー・リストに再び割当てられる。

〔スラッシングを最小化する方法の概要〕スラッシングヲ蹴小化する方法は次の ステップを含む。

Ａ・　バッファ・フＶ−ムのすべてをフリー・リストに割当てることによって初 期設定する。

Ｂ・　新しい各プロセスの呼出しによって条件付けられた空のＬＲＵリストを割 当てる。この場合、”ｎｕｍｒｅｆ”−ａ　）”ｎｕｍａｉｌ　”＝０で、フリ ー・リストからσと同数のページ・フレームが得られる。”ｎｕｍａｌｌ　”を 、実際に得られたページ・フレーム数にセントする。フリー・リストのサイズが σよシも小さいトに含まれるフレーム数は０になる。

Ｃ，プロセスの要求に心してバッファ・プール内でページを（１６） 探索する。もしそのページがローカル・バッファ・プールのＬＲＵスタックで見 つかったならば、そのスタックを更新する。

もしそのページが見つからなければ、ページ不在が生じる。

この場合、バッファ・プールから別のページを追出すべきか否か全決定する必要 がある。これには２つのケースが考えられる。

（ａ）　もしローカル・スタックが固定されていないページを含むならば、その 中で最も長い間使用されなかったページヶ追出す。

（ｂ）モジローカル・スタッタが固定されたページのみを含むならば、フリー・ リストから（利用可能ならば）フレームを得て対応するページを追出す。もしフ リー・リストが空であれば、固定されていないページ・フン−ムラ含む池のＬＲ ＵスタッタからフＶ−ム全得る。この場合、不足状態にあるスタックを選択する のが望ましい。そして、”ｎｕｍａｉｌ″　を１だけ増分する。この場合、”ｎ 　ｕｍａ　ｌ　ｌ”　は“ｎ　ｕｍｒｅ　ｆ”よりも大きくなることがある。

Ｄ・もし要求中プロセスがあるページを固定しているならば、その参照カウント を１だけ増分する。

Ｅ・　もし要求中プロセスがあるページの固定状態を解除するならば、その参照 カウントを１だけ減分する。

Ｆ・　プロセスがページを解放する場合は、バッファ活動はもはや必要としない 。

（１７） Ｇ・　あるプロセスが終了する場合は、不足状態にあるプロセスの間でＬＲＵス タックの再割当て全行なう。もし不足状態にあるプロセスが存在しなければ、フ レーム全フリー・リストに戻す。

〔実現上の側面〕

〔ホット・セント・サイズ変更の影響〕プロセスのページ・フレーム要求全評価 する間に定食される種々のホット・セットは、異なるサイズを有してもよい。

データ・ベース・マネージャに関連するオプテイマイザは、包含される関係のサ イズ、異なるカラムの中心、属性のフィルタ係数等の如き利用可能な統計直に基 づいて、ホット・セット・サイズの平均１直全計算するだけである。実行の間、 あるプロセスはホット・セント・サイズよりも大きいページ・セントにループす ることがある。もし、このプロセスが同時に固定しているページの最大数よりも ”　ｎｕｍｒｅｆ　”が大きければ、このプロセスのＬＲＵスタックは決して増 加されない。

このプロセスは、それ自身からページ全スチールするという意味で、内部スラッ シングを受ける。しかしなから、他のプロセスからページケスチールする外部ス ラッシングは生じない。この状況を予期して、オプテイマイザは計算された平均 直よりも大きいホット・セット・サイズをなるべく要求しなければならない。こ うすると、都合の悪いことに、バッファ・プールの利用が低下することがある。

曲の代案は、もしフリー・リストが空でなければ、あるプロセスに対する之ンー （１８） ム割当全増加することである。こｎ、らのフレームは、他のプロセスがフリー・ リストからのフレーム全要求し、それが空であることケ見つけた場合に、解放さ れることがある。

〔ホット・セット・サイズが固定されたページ数の平均に等しい場合〕

もしあるプロセスのホット・セント・サイズが固定されたページ数の平均に等し ければ、そのＬＲＵスタック内の割当てられたページ・フレーム数よりも大きい （同時的な固定を必要とする）ページ数を有することが可能である。この場合、 固定されたざ−ジ全含まない灯心するスタックでＬＲＵベージのｊ６換金実行す るか、または固定されていないページのみ全沈み且つ不足状態にあるスタックか らページ・フレームを割当てると、肖該プロセスは確実に他のページ金得ること ができる。本発明は、バッファ中のすべてのページ／ページ。

フレームが固定され、そして他のページ・フレームの要求がなされる場合の動作 を可能にしようとするものではない。そのような場合には、システムのリセツト が要求されるか、または恐らくバッファの動的拡張が要求される。

〔不足プロセスの最小化〕

不足プロセスの数は最小化することか望ましい。このため、ザービスされている 要求中プロセスのホット・セット・サイズの合計数がバッファ・プールのサイズ に等しいかまたはそれよりも小さくなるように、複数の要求がスケジュールされ る。並行プロセスのセント、すなわちマルチプログラミング（１９）特表昭５８ −５０１２９６（６）・レベルの制限に注意を払う必要がある。不足しているス タッタによって動作中のプロセスの期待直ば０には減少されないが、これは内部 スラッシング全減少させるとともに、バッファ要求から生じるデッドロソタの期 待度を最小限にする。

〔ホット・セット・サイズが最小ホット・ポイントに等しい場合〕 もしページ全迅速に参照するプロセスのホット・セット・サイズが最小ホット・ ポイント（実行するのに必安なページ数）に等しいといわれるならば、この方法 は外部スラッシング全減少させる。反復的参照を行なう短いループを有するプロ セスの指定されたレベルを同時に実行しつることを確実なものにするために、バ ッファを２つの領域に分割することができる。第１の領域は短いループに割当て られ、第２の領域はより長いループケ実行するプロセスに割当てられる。これに 関して、初期設定ステップは２つのフリー・リスト’（ｒ生成し、該リストの各 々はそれぞれの領域のサイズを有するようにされる。知いループの要求には最小 数の）Ｖ−ムが与えられる。また、バッファ・プールの利用度全維持するために 、短いループに対するフリー・リストはよシ長いループに対するフリー・リスト からフレームｔ　ＴＯることかできる。ｍｌ記方法のステップＢおよびＣに関し てこれらのフリー・リストで実行されるスタック操作は、直列化されねばならな い一実行される動作はＬＲＵチェインでのページの除去および挿入を含むから、 クリテカルな領域を升する経路リンクは、１つの（２０） ＬＲＵスタックを有する標鵡バッファ・マネージャのコード・セタションを介す るものと同じである。

〔ホット・セット・ライズ推定の例〕

いくつかの関係データ・ベース・システムは、１つのデータ・ベースに対して２ つの異なるタイプの処理を支援する。

第１のものは通常１回だけ実行されるよっな特別の照会および更新であり、第２ のものはプログラム・ライブラリに収めらワ２、復数回にわたって実行されるよ うな既製プログラムである。これに関して、端末を升してホス！・・システム全 アクセスする特別のユーザーは関係照会全開始し、その結果を端末で１に接使用 することができる。代替的に、同じ関係照会全ＰＬ／ＩまたはＣＯＢ　ＯＬのよ うな高級言語ストリームに埋め込むこともできる。関係“ノ′クセス・ステップ が高級１語スト“ｊ−ムに埋め込まれている場合には、事前コンパイラを呼出し てこのような命令文を解析し、最適化し、そして機械語コート全生成することが できる（前記Ｂｌａｓｇｅｎ　ほかの文献のｐｐ、４９〜５６参照）。このオプ テイマイザは要求中プ「１セスの各々ごとに任意のサイズのページ・フレーム全 割当てられるにすぎない。しかしながら、本発明では、空間の割当てはコンパイ ル中に効率よく行なわれねばならない。とい９のは、特別の関係照会に見られる ように、実行時間とコンパイル時間とが接近することがあるからである。

下記の２つの例は関係データ・ベース・システムにおけるホット・セント・サイ ズの推定を表わす。後の例は前記（２１） Ｓｅｌｉｎｇｅｔほかの文献に関連して説明されている（この文献では、Ｓ　Ｑ 　Ｌ／Ｄ　Ｓが簡単な照会および皆雑な照会の両方のアクセス経路を選択する方 法が説明されている）。

関係システムで利用ＯＴ能な動作（／Ｃｔｄ、複数の関係テーブルを組合わせる 能力がある。これは”結合”（ｊｏｉｎ）動作と呼ばれる。この動作でに、２つ のテーブルが各テーブルの１つのカラムからの直に基づいて組合わさｒ７．る。

例えば、関係Ｒ１お」：びＲ２の間の２ウ工イ結合の各々について、Ｒ１は外部 関係であシ、Ｒ２は内部胸係であるものと仮定する。

ｐ　（Ｒ１）およびｐ（Ｒ２）’ｔそれぞれ、関係Ｒ１およびＲ２のページ数と する。ｄｉｎｄｅｘ　（Ｒ２）　ｋ、Ｒ２のインデックスの深さとする。更に、 ｌ５（Ｒ２）を、Ｒ２の内部ループにおけるペー、；数とする。これ１ｄｐ（Ｒ ２）を結合が遂行される属性の異なる数１１′ｉで削ることによって得られる。

この推定は一様な分布の仮定に基づいている。また、１（Ｒ２）ｋ　、Ｒ２全ア クセスするのに使用されるインテックスのページ数とする。更に、１ｓｌｅａｆ 　（Ｒ２）がＲ２の内部ループで定食されたインテックス・リーフ・ページ数金 表わスモのとする。ここで、制御ページは異なる関係の間では共用されないこと に注意すべきである。

第１表に例１を示す。

（２２） ネストされたループの結合計算： Ｒ１およびＲ２の両方で順次走査 ホット、ポイント−１＋ｐ（Ｒ２） Ｒ１でインデックス走’ＩＥ、Ｒ２で順次定食ホット・ポイント−２＋ｐ（Ｒ２ ） Ｒ１で順次走査、Ｒ２でインデックス走査（滑らかな不連続） ｍｈｐ’＝１＋ｄｉｎｄｅｘ　（Ｒ２）＋ｌ　ｓ　（Ｒ２）および ｍｈｐ＝１＋ｉ　（Ｒ２）＋ｐ（Ｒ２）の間で補間する 第２表に例２を示す。

（２３）特表昭５８−５０１２９６（７）第　２　表 組合せ走査の結合計算： Ｒ１およびＲ２の両方で順次走査 ホット・ポイント−１＋１３（Ｒ２） Ｒ１で順次走［、Ｒ２でインデックス走査ホット・ポイント＝１＋１ｓｌｅａｆ （Ｒ２）＋１ｓ（Ｒ２）ただし、１ｓｌｅａｆ’（Ｒ２）は内部ループでのリー フ・ページ数 Ｒ１でインデックス走ｉ、Ｒ２で順次走査ホット・ポイント＝１＋ｄｔｎｄｅｘ （Ｒ１）＋１ｓ（Ｒ２）例１において、Ｒ１およびＲ２の両方の順次走査から得 られた最初のホット・ポイントの推定は、Ｒ１のデータ・ページを含むように１ フレームと完全なＲ２関係を加えたものを含むに十分なフレームを予約するのに 等しい。もしＲ１のデータ・ページに対する１７ノームが予約されなかったなら ば、Ｒ１に対するアクセスはＲ２ルーズにおける最初のページの置換音生せしめ ることになろう。従って、Ｒ２ループにおけるページ・セット全体が失われるこ とになる。Ｒ１でのインデックス走査およびＲ２での順次走査に基づくホット・ ポイントの推定については、インデックスのリーフ・ページに対し追加フレーム 全予約し々ければならない。リーフ・ページはＲ１データ・ページのアクセスの 前に常にアクセスされる。

（２４） ３番目の推定は、Ｒ１での順次走査およびＲ２でのインデックス走査が実行され た後の補間である。ページ不在の最小数は、Ｒ２のアクセス・エンティティ（イ ンデックスおよびデータ・ページ）のすべてが完全にバッファに収まるときに得 られる。ページ不在の数は、第２の関係の平均ループを保持するのに十分なフレ ーム数だけが利用可能になるまで、はぼ直線的に増加する。これは連続する内部 ループの間の実質的な再参照全ボす。もし参照された関係におけるデータ・ペー ジ数が大きく、かつ、結合フィルタ作用が高けれは、データ・ページの再参照は 低い。後者の場合、ｐ（Ｒ２）がｌ５（Ｒ２）の代シに用いられる。同様の推論 のチェインが例２におけるホット・ポイント推定の例に当てはまる。

ホット・ポイント・セットの推がはｎワエイの結合に一般化可能である。これら はホット・ポイントの控え目の推定を表わす。推定されるホット・ポイント数は 滑らかな不連続の場合においてｎ−１から３（ｎ−１）まで変化する（ただしｎ は照会ｆ／ｌＣおいて参照された関係の数である）。

ＪぐラフＴ・勺イズ ＦＩＧ、　４ ＦＩＧ、　２ Ｊずラフアサイス” ＦＩＧ、　３ ＦＩＧ、　４ 国際調査報告

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＬＲＵベージ編成型バッファ・プールを通してデータ・ペースのデマンド・ベー ジングを行う並行プロセス間のスラッシングを最小化するための、ＣＰＵで実現 可能な方法であって、 新しい各プロセスに対しバッファ要素の独立したＬＲＵフレーム・スタック全割 当て、 各プロセスによるルーピング・アクセス活動が存在するようなページのセノトヲ 探知し、 対応するページのセット全保持するのに十分大きいフレーム・スタックが存在す るプロセスのみの実行をスケジュールし、 ページ不在の発生に際して対らするスタックでＬＲＵページの置換を行なわしめ る こと全特徴とするスラッング減少方法。 （１）