JPH03218514A - Ｉ／ｏバッファのサイズを最適にする方法および最適にされたｉ／ｏバッファを有するコンピュータ装置 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明はデータ処理の分野に関するものである。

更に詳しくいえば、本発明はＩ／Ｏバッファのサイズを
最適にする方法および装置を記述するものである。

〔従来の技術〕

コンピュータの利用者は今日は彼等のコンビュータ装置
の性能を最適にすることを望んでいる。

利用者とコンピュータ装置の間のデータオペレーション
を終了するために長時間待つことを許容できるようにな
るまでは、今日の利用者は著しく低い性能に耐えること
はないであろう。コンピュータ設計者の目標はコンピュ
ータ装置を、遅く、かつ性能不足の代りに、速く、かつ
応答するように利用者にみえるようにすることである。

コンビュータの設計者に対する特別な努力課題は、補助
記憶装置との間でデータの読み書きを行うために要する
みかけの時間を最も短くすることである。磁気ディスク
または光ディスクのような補助記憶装置は遅いことで知
られている。補助記憶装置との間のデータの読出しと書
込みは、補助記憶装置に設けられているデータベースに
大量のデータを挿入し、そのデータベースから大量のデ
ータを検索する必要がある、データベースおよび映像の
応用においてとくに問題がある。データベースのアプリ
ケーションを利用しているコンピュータの利用者は、デ
ータベース内のデータを迅速にアクセスすることを希望
し、このアクセスを行うために長時間待つことを望まな
い。補助記憶装置との間のＩ／Ｏ動作と並列に、できる
だけ多くの作業を行うことが望ましい。こうすることに
より、利用者がＩ／Ｏ動作を終了するために待つ代りに
、他のタスクを実行できるようにされる。

今日のほとんどのコンピュータ装置は、補助記憶装置と
の間でデータをページするためにバッファを用いる。バ
ッファは主記憶装置のようなより高速の記憶域に設けら
れる。あるコンピュータ装置は二重バッファリングのや
り方を用いる。補助記憶装置へデータを送ることを利用
者が望んだとすると、第１のバッファはデータで充され
、それの内容が補助記憶装置へ非同期で書き込まれる。

非同期書込みを待つことなしに、第２のバッ７７にデー
タが充される。第２のバッファが充されると、第２のバ
ッファの内容が補助記憶装置へ非同期で書込まれる。第
１のバッファがそれの書込み動作を終ると、第１のバッ
ファには新しいデータが充され、別の同期書込みが行わ
れる。希望するデータのすべてが補助記憶装置へ送られ
るまで、それら２つのバッファの間で制御が前後に切替
わる。

この二重バッファのやり方は定常状態の環境に対して性
能を向上させるが、動的に変化する独特の各コンピュー
タ環境に対する性能を向上させることはない。また、そ
れらのバッファのサイズの選択が粗雑に行われると、コ
ンピュータ装置の性能に悪影響が加えられることがある
。バッファが小さすぎるとすると、第２のバッファが充
される前に第１のバッファはそれの書込み動作を終らな
い。この場合には、コンピュータ装置は、第１のバッフ
ァに新しいデータを充すことができる前に第１の書込み
動作を終る前に、むだな時間を同期して費やすにちがい
ない。同期して待つことはバッチ作業の全体の経過時間
を長くし、かつ相互作用する作業の応答時間を長くする
から、それは望ましくない。これは利用者にとっては非
常に明らかであって、利用者をなやます。バッファがよ
り大きくされるならば、同期して待つ事は最小にでき、
またはなくすことさえできる。しかし、バッファが大き
すぎると、バッファを充すのに時間がむだに費やされ、
補助記憶装置ができるほど速くは補助記憶装置に対する
データの書込みと読出しを行うことはできない。また、
バッファが大きすぎると、他の処理によって一層効果的
に使用できる主記憶装置内の貴重なメモリが妨げられた
り、むだにされたりする。

〔発明が解決しようとする課題〕

目標は小さすぎたり、大きすぎたりすることなく、全く
適度なバッファを構成することである。

コンピュータ設計者がバッファのサイズを予め設定しよ
うとしたとすると、設計者たちは各利用者の独特で動的
なコンビニータ環境を考慮に入れることができない。あ
る利用者にとってはある時にはバッファは適性なサイズ
のことがあるが、全ての利用者にとってあらゆる時に適
性なサイズであることはない。

本発明の主な目的はコンピュータ装置の性能を向上させ
ることである。

本発明の別の目的は、コンピュータ装置の補助記憶装置
との間のデータのやりとり性能を向上させることである
。

本発明の別の目的は、コンピュータ装置の補助記憶装置
に設けられているデータベースへのデータの挿入、およ
びデータベースからのデータの検索する性能を最適にす
ることである。

本発明の更に別の目的は、特定の処理環境を基にしてＩ
／Ｏバッファのサイズを動的に変更することである。

〔課題を解決するための手段〕

それらの目的およびその他の目的はここで開示する最適
にされたＩ／Ｏバッファにより達成される。

この明細書においては最適にされたＩ／Ｏバッファを有
するコンピュータ装置について説明する。

Ｉ／Ｏバッファは補助記憶装置へのデータの書込みと、
補助記憶装置からのデータの読出しのために用いられる
。二重バッファのやり方が用いられる。データを補助記
憶装置へ送ることを利用者が希望すると、第１のバッフ
ァがデータで充され、その内容が補助記憶装置へ同期せ
ずに書込まれる。

非同期書込みを待つことなしに、第２のバッファにデー
タが充される。第２のバッファが充されると、第２のバ
ッファの内容は補助記憶装置へ同期せずに書込まれる。

この点までに第１のバッファがそれの書込み動作を終っ
ていないとすると、それらのバッファは小さすぎると判
定され、両方のプロセッサのサイズが増大させられる。

希望する全てのデータが補助記憶装置へ送られるまでは
、制御はそれら２つのバッファの間で前後に切換えられ
る。コンピュータ装置が１つのバッファに新しいデータ
を再び充すことができる前は、そのバッファがそれの書
込み動作を終了することをコンピュータ装置が同期して
待つ必要がなくなるまで、バッファの寸法は増大させら
れる。理想的には、第２のバッファが２分の１というよ
うな所定のしきい値百分率をこえて充された時に、第１
のバッファはそれの書込み動作を終るべきである。第２
のバッファが所定のしきい値百分率をこえて充される前
に、第１のバッファがそれの書込み動作を終ったとする
と、バッファは大きすぎると判定さレテ、両方のバッフ
ァのサイズは小さくされる。

動的に変化する独特なコンピュータ装置を基にして最適
な寸法を達成するための必要に応じて、バッファの寸法
が動的に増大させられ、および減少させられる。

〔実施例〕

第１図は本発明のコンピュータ装置の全体のブロック図
を示す。この好適な実施例においては、コンピュータ１
０はアイビーエム・アプリケーション・システム／４０
０中型コンピュータ（ＩＢＭＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ　
Ｓｙｓｔｅｌｌ／４００Ｍｉｄｒａｎｇｅ　Ｃｏｍｐｕ
ｔｅｒ）である。もっとも、コンピュータ１０はパーソ
ナルコンピュータ、メインフレームコンピュータその他
の任意の種類のコンピュータとすることができ、そうし
ても本発明の範囲にいぜんとして含まれる。

コンピュータ１０はプロセッサ２０を有する。後で説明
するように、そのプロセッサは第２と第３図の流れ図に
示すようにして適当にプログラムされる。プロセッサ２
０には主記憶装置３０と補助記憶装置５０が接続される
。利用者すなわちユーザーはユーザーインターフエイス
４０を介してコンピュータ１０と交信する。ユーザーイ
ンターフエイス１６もプロセッサ２０へ接続される。主
記憶装置３０は典型的にはランダムアクセスメモリ（Ｒ
ＡＭ）　、またはプロセッサ２０が使用するためにプロ
セッサが利用できるその他のメモリである。

補助記憶装置５０は典型的には磁気ディスクまたは光デ
ィスク、あるいはその他の直接アクセス記憶装置である
。ユーザーインターフエイス４０はパーソナルコンピュ
ータ、またはユーザーがコンビニータ１０と通信できる
ようにするその他の任意のワークステーションとするこ
とができる。

主記憶装置３０は、サイズを動的に変えることができる
Ｉ／Ｏバッファ３１と３２を有する。補助記憶装置５０
はデータベース６０を有する。このデータベース６０は
セグメント６１〜６７に分割される。データベース６０
にデータを挿入することをユーザーが望んだとすると、
バッファ３１にデータが充され、それの内容がデータベ
ース６０のセグメント６１へ非同期的に書込まれる。

この非同期書込みが終わることを待つことなしに、バッ
ファ３２にデータが充される。バッファ３２が充される
と、バッファ３２の内容がデータベース６０のセグメン
ト６２に非同期で書込まれる。

この点までにバッファ３１がそれの書込み動作を終ると
、バッファ３１に新しいデータが書込まれ、内容がデー
タベース６０のセグメント６３に非同期で書込まれる。

制御はバッファ３１と３２の間で前後に切換わり、それ
らのバッファは互いに「蛙とび」を行ってデータベース
６０のセグメント６１〜６７に順次書込む。

次に、データベースの挿入動作中にプロセッサ２０がバ
ッファ３１と３２のサイズをどのようにして最適にする
かを示す第２Ａ〜２Ｅ図について説明する。ブロック１
０１においては挿入するためのオペレーションが存在す
るかどうかを判定する。この好適な実施例においては、
オペレーションを１つまたは複数のデータレコードの群
として定義する。全てのレコードが同じ長さであるとす
ると、ブロック１０２において、レコードの数にレコー
ドの長さを乗ずることによりオペレーションのサイズを
計算する。この技術は可変長レコ−ドに容易に適合でき
る。この技術は、バッファ３１と３２（ｍｌ図）のサイ
ズをオペレーションのサイズに等しいようにセットを行
う。ブロック１０３においてバッファ３１をクリャし、
ブロック１０４においては、バッファ３１に書込むレコ
ードをバッファ３１へ動かす。ブロック１０５において
バッファ３１をデータベース６０のセグメント６１へ書
込む。バッファ３１はいまは「ターゲットバッファ」と
呼ばれる。ターゲットバッファの目的は後で説明する。

上記書込み動作が終ることを待つことなしに、ブロック
１１１においては挿入するための別のオペレーションを
検査する。１が受けられた時に制御はブロック１１２へ
動く。ブロック１１２においては、レコードの数にレコ
ードの長さを乗ずることによりオペレーションのサイズ
を計算する。

ブロック１１２においてはバッファのサイズ（バッファ
３１と３２のサイズ）をオペレーションのサイズに等し
くなるようにセットも行う。このオペレーションサイズ
はブロック１０２において決定されるサイズと通常は同
じであるが、この時に最後の時とは異なる数のレコード
をユーザーが送るものとすると、オペレーションサイズ
を変えることができる。ブロック１１３においてはバッ
ファ３２をクリャする。ブロック１１４においてはバッ
ファ３２に書込むレコードを動がす。バッファ１１５に
おいてはバッファ３２をデータベース６０のセグメント
へ非同期的に書込む。そうするといまはバッファ３２は
「以前のバッファ」と呼ばれる。この命名の目的につい
ては後で説明する。

ブロック１１６においてはスタート書込みアドレスを０
にセットする。

バッファ３２についての上記書込みオペレーションが終
ることを待つことなしに、ブロック１２１において別の
挿入オペレーションを検査し、１を受けた時に制御はブ
ロック１２２へ動く。ブロック１２２においては挿入の
スタートアドレスをデータベース６０の次に挿入すべき
セグメントのアドレスに等しくセットする。この例にお
いては、挿入のスタートアドレスはセグメント６３の初
めのアドレス、第１図にアドレス７３として示されてい
る、に等しい。

ブロック１２３においてはスタート書込みアドレスが零
に等しいかどうかを判定する。書込みスタートアドレス
は、ターゲットバッファを充している場所を保持する。

ループを初めて通る時は、書込みスタートアドレスが零
であるようにターゲットバッファを充すことを始め、制
御はブロック１２４へ動く。ブロック１２４においては
書込みスタートアドレスを挿入のスタートアドレスに等
しいようにセットし、ブロック１２５においては書込み
以後のオペレーションの数を零に等しくセットする。ブ
ロック１２６においては、レコードノ数にレコードの長
さを乗ずることによりオペレーションのサイズを計算す
る。ブロック１２７においてはバッファのサイズを、オ
ペレーションのサイズに書込みトリガを乗じたものに等
しくセットする。書込みトリガは最初は１に等しいから
、バッファのサイズは最初はオペレーションのサイズに
等しい。

ブロック１２８においてはターゲットバッファアドレス
を決定する。これは挿入のスタートアドレスをとり、バ
ッファのサイズを２回減ずることにより行われる。ここ
での例においては、挿入のスタートアドレスはアドレス
７３であり、アドレス７３からバッファサイズのアドレ
スを２回差し引くことによって、セグメント６１の初め
におけるターゲットバッファアドレス、第１図にアドレ
ス７１として示されている、になる。ブロック１２９に
おいてＴＯＯＳＭＡＬＬとＴＯＯＢＩＣを偽に等しく初
期化する。

ブロック１４１において、書込み以後のオペレーション
の数が零に等しいかどうかを判定する。

この判定に対しては最初は肯定の回答がされ、そのため
に制御の流れはブロック１４２へ進む。ブロッグ１４２
においてはターゲットバッファの内容が補助記憶装置に
完全に書込まれたどうかの判定を行う。ここで説明して
いる例においては、ブロック１４２においてはバッファ
３１からデータベース６０のセグメント６１への非同期
書込みが終ったかどうかの判定を行う。その判定結果が
否定であれば、バッファ３１と３２は小さすぎることに
なる。なぜなら、ターゲットバッファに新しいデータを
充す用意ができているのに、その夕一ゲットバソファは
それの非同期書込みオペレーションをまだ終っていない
からである。このことは、書込みオペレーションが終る
のを非同期的に待ち、終ってからターゲットバッファに
新しいデータを充すことができることを意味する。ブロ
ック１４３においてはＴＯＯＳＭＡＬＬを真にセットす
る。ブロック１４２における判定の結果が肯定であれば
、制御の流れはブロック１４３へ進む。

ブロック１５１においては書込みトリガー１であるか、
現在のバッファにデータがあるしきい値百分率をこえて
充されているか、についての判定を行う。書込みトリガ
ー１であるから、制御の流れはブロック１５５へ進む。

ブロック１５５においては、ターゲットバッファの内容
が補助記憶装置へ完全に書込まれた後で、ターゲットバ
ッファからの古いデータのクリャが行われる。書込みオ
ペレーションがまだ終っていないとすると、ブロック１
５５においては、ターゲットバッファをクリャするため
には、書込みオペレーションが終るのを非同期的に待た
ねばならない。

ブロック１５６においては、第１のバッファ３１と３２
の役割が変わる。ブロック１５６において最初に実行す
る前は、バッファ３１がターゲットバッファで、バッフ
ァ３２が前のバッファである。いまは、ブロック１５６
においてはバッファ３１を「現在のバッファ」と呼び、
バッファ３１が「ターゲットバッファ」となる。

ブロック１６１においては、ブロック１４３においてＴ
ＯＯＳＭＡＬＬ−真にセットされたかどうかの判定を行
う。その判定の結果が肯定であれば、バッファ３１と３
２を大きくする必要がある。この好適な実施例において
は、書込みトリガを１だけ増大することによりそれを行
う。これはブロック１６２において行う。この動作によ
り、制御がこのループを次に通る時に、ブロック１２７
においてバッファのサイズが大きくされる。その理由は
、バッファのサイズはオペレーションのサイズに書込み
トリガを乗じたものに等しいからである。

ブロック１６１における判定の結果が否定であれば、ブ
ロック１５４においてＴＯＯＢＩＧ一真とセットしたか
否かの判定をブロック１６５において行う。この判定の
結果が肯定であればバッファ３１と３２を小さくする必
要がある。好適な実施例においては、ブロック１６６に
おいて、書込みトリガを１だけ小さくすることによりバ
ッファ３１と３２は小さくされる。この動作により、制
御がこのループを次に通る時に、ブロック１２７におい
てバッファのサイズが小さくされる。というのは、バッ
ファのサイズはオペレーションのサイズに書込みトリガ
を乗じたものに等しいからである。制御の流れがこのル
ープを初めて通る時、または書込みトリガが１である時
は、ブロック１６５における判定の結果は肯定ではない
ことに注目されたい。ブロック１６５における判定の結
果が否定であると、バッファのサイズはちょうど正しく
、制御の流れはブロック１６６へ進む。そこから制御の
流れはブロック１７１へ進む。このブロックにおいては
、オペレーション（１つまたは複数のレコードを書込む
）が現在のバッファへ動かされる。

ここでの例においては、レコードはバッファ３１へ動か
される。ブロック１７２においては書込み以来のオペレ
ーションの数を１つだけ増加させる。

ブロック１７３においては、現在のバッファがデータで
一杯かどうかの判定を行う。好適な実施例においては、
書込み以来のオペレーションの数が書込みトリガより大
きいか、それに等しいかを判定することによりその判定
を行う。制御の流れがこのループを初めて通る時はブロ
ック１７３における判定の結果は肯定である。その理由
は、書込み以来のオペレーションの数と書込みトリガが
両方とも１だからである。ブロック１７４においては、
現在のバッファの内容を補助記憶装置へ非同期的に書き
込む。この実施例においては、バッファ３１の内容がデ
ータベース６０のセグメント６３へ書込まれる。ブロッ
ク１７４においては、ブロック１７４において非同期書
込みが求められた後で、「現在のバッファ」が「前のバ
ッファ」になる。したがって、この実施例においては、
バッファ３１はいまは「前のバッファ」である。ブロッ
ク１７６においては、書込みスタートアドレスが零にリ
セットされる。ブロック１８１においては、これが最後
のオペレーション（全てのデータがデータベースに書込
まれた）かどうかの判定が行われる。判定結果が、肯定
であれば、プログラムはブロック１８２で終り、否定で
あれば制御の流れは第２Ｂ図のブロック１２１へ戻る。

この実施例においては、制御の流れがループを最初に通
る時はブロック１８１における判定結果は否定である。

その理由はデータベースに挿入すべきより多くのデータ
を有するからである。

制御の流れがループを１回目に通ると、データベース６
０のセグメント６４にデータを書込むことを希望する。

ブロック１２２においてはアドレス挿入スタートアドレ
スをアドレス７４（第１図）にセットする。ブロック１
２８においては、ターゲットバッファアドレスはアドレ
ス７１からアドレス７２に増大する（第１図）。ブロッ
ク１４２においては、ターゲットバッファ（バッファ３
２）が補助記憶装置（セグメント６２）に完全に書込ま
れたかどうかを判定する。その判定結果が否定であれば
バッファが小さすぎるから、ブロック１４３においてＴ
ＯＯＳＭＡＬＬ一真にセットする。ブロック１５６にお
いては第１図のバッファ３１と３２の呼び方を変える。

バッファ３２は現在のバッファになり、バッファ３１は
ターゲットバッファになる。ブロック１７４においては
現在のバッファ（バッファ３２）の内容をデータベース
６０のセグメント６４に非同期的に書込む。それからバ
ッファ３２はブロック１７５において前のバッファにな
る。

全てのデータがデータベース６０に書込まれるまでは、
制御の流れはブロック１２１〜１８１を循環する。各バ
ッファ３１と３２が互いに蛙とびをしてデータベース６
０のセグメント６１〜６７へ書込むにつれて、ループを
通る種々の時刻にそれらのバッファはターゲットバッフ
ァ、前のバッファおよび現在のバッファと呼ばれる。ブ
ロック１２１〜１８１を何回も繰返し通った後で、バッ
ファ３１と３２のサイズが小さすぎることがブロック１
４２において判定されると仮定する。書込みトリガ（そ
れは１に初期化されている）がブロック１６２において
繰返し増加させられ、いまは４であると仮定する。この
ことは、バッファ３１と３２のサイズがスタート時のそ
れらのバッファのサイズの４倍であることを意味する。

以前はバッファを充すために１回のオペレーションを行
うだけであったのに、いまはバッファを充すのに４回の
オペレーションセグメント６１〜６７のサイズの４セグ
メント分のデータを行なう。いまはバッファが大きすぎ
ることが可能であるから、ブロック１５１〜１５４はい
まは一層有意なものになる。ブロック１５１においては
、現在のバッファがあるしきい値百分率をこえて充され
るかどうかを判定する。好適な実施例においては、その
しきい値百分率は２分の１であるが、この百分率は異な
る値にセットすることができる。ブロック１５１におけ
る判定の結果が否定であれば、ブロック１５２において
前のバッファのアドレスを探す。これは、挿入のスター
トアドレスをとり、バッファのサイズを差し引くことに
よって行われる。

ブロック１５３においては、前のバッファ（ブロック１
７４において非同期書込みを最後に行ったバッファで、
バッファ３１または３２のいずれか）の内容がデータベ
ース６０の適切なセグメントに完全に書込まれたかどう
かの判定を行う。その判定結果が否定であれば、その書
込みオペレーションは早く終わりすぎたから、バッファ
は大きすぎることになる。理想的には、前のバッファの
書込みオペレーションは、現在のバッファが半分以上充
されるまでは、終わるべきではない。ブロック１５３に
おける判定の結果が肯定であればバッファは大きすぎ、
ブロック１５４においてＴＯＯＢＩＧ−真にセットされ
る。この結果として、ブロック１６６において書込みト
リがか１だけ減少させられ、制御の流れが次にループを
通る時に、ブロック１２７においてバッファのサイズが
小さくされる。現在のバッファが一杯であることがブロ
ック１７３において示されるまでは、ブロック１７４〜
１７６における処理は行われない（非同期書込みは行わ
れない）。

好適な実施例においては、将来における最適なバッファ
サイズの第１の近似として過去の使用パターンを使用で
きるように、書込みトリガの値がデータベース６０内に
保持される。たとえば、以前の挿入オペレーションのセ
ットが書込みトリガを４に等しくセットしたとすると、
新しい挿入オペレーションのセットが来た時に、制御の
流れがループを初めて通る時に、ブロック１２７におい
てこの履歴が考慮に入れられる。

次に、データベースの検索オペレーション中に、プロセ
ッサ２０がバッファ３１と３２のサイズをどのようにし
て最適にするかを示す第３Ａ〜３Ｄ図の流れ図について
説明する。この検索オペレーションは挿入オペレーショ
ンに類似するから、前に行った説明の多くを応用できる
。読む人の便宜のために、第２図のブロックに類似する
第３図のブロックには、第２図において用いた参照番号
より　１００多い参照番号をつけることにする。たとえ
ば第３Ａ図のブロック２０１は第２Ａ図のブロック１０
１に類似する。

ブロック２０１では検索するオペレーションがあるかど
うかを判定する。オペレーションという用語を、好適な
実施例においては、１つまたは２つのレコードを含んで
いるものと定義する。ブロック２０１においては、検索
するオペレーションが存在するまで待つ。それから、１
を受けた時に制御の流れはブロック２０２へ進む。ブロ
ック２０２においては、レコードの数にレコードの長さ
を乗ずることによりオペレーションのサイズを計算する
。ブロック２０２においてはバッファ３１と３２（第１
図）のサイズをオペレーションのサイズに等しくセット
することも行う。ブロック２０６においてはデータベー
ス６０のセグメント６１からのオペレーションをバッフ
ァ３１へ非同期的に読込む。ブロック２０７においては
、セグメント６２が次に検索されることをユーザーは要
求することを予測する。したがって、セグメント６２は
バッファ３２に非同期的に読込まれる。

ブロック２０８においてはバツファ３１からオペレーシ
ョンをユーザーインターフエイス４０を介してユーザー
へ動かす。

バッファ３１が空になると、バツファ３２は今は「現在
のバッファ」と呼ばれる。バツファ３１は「ターゲット
バッファ」と呼ばれる。ブロック２０９においては、ユ
ーザーがセグメント６２を要求した後で、ユーザーがセ
グメント６３を要求するであろうことを予測する。した
がって、セグメント６３はターゲットバツファ（バツフ
ァ３１）に非同期的に読込まれる。バツファ３１は今は
「次のバッファ」と呼ばれる。ブロック２１０において
はＴＯＯＳＭＡＬＬとＴＯＯＢＩＧを偽に初期化する。

上記の読出しオペレーションを待つことなしに、ブロッ
ク２２１において検索のための別のオペレーションにつ
いて判定する。それから、１を受けたならば制御の流れ
はブロック２２２へ進む。検索すべき別のオペレーショ
ンをユーザーが望まないとすると、プログラムはブロッ
ク２８２に終わる。次のバッファが、補助記憶装置５０
から非同期的読出しを介して、いぜんとして充されてい
るという事実が忘れられがちである。セグメント６２と
６３からのデータを検索することをユーザーは決して明
らかに要求しなかったから、それらのレコードはユーザ
ーへは送られない。ブロック２２２においては検索のス
タートアドレスをデータベース内の次に検索すべきセグ
メントのアドレスに等しくセットする。この例において
は、検索のスタートアドレスは、第１図にアドレス７２
として示されている、セグメント６２の初めのアドレス
に等しい。ブロック２２６においては、レコードの数に
レコードの長さを乗ずることにより、オペレーションの
サイズを計算する。

ブロック２４１においては、現在のバッファ（バッファ
３２）のスタートにあるかどうかを判定する。この判定
結果は、制御の流れがループを初めて通る時は、肯定で
あり（現在のバッファからは何もユーザーへ動かされて
いないから）、制御の流れはブロック２４２へ動く。ブ
ロック２４２においては、現在のバッファの内容が補助
記憶装置から完全に読出されたかどうかを判定する。こ
の実施例においては、ブロック２０７において始めた、
データベース６０のセグメント６２カラハッファ３２へ
の非同期的読出しオペレーションが終わったかどうかを
ブロック２４２において判定する。その判定結果が否定
であれば、バッファ３１と３２は小さすぎる。その理由
は、現在のバッファからのデータをユーザーへ動かす用
意ができているが、それの非同期読出しオペレーション
を終わっていないからである。このことは、現在のバッ
ファからデータをユーザーへ動がすことができる前に読
出しオペレーションが終わることを非同期的に待たねば
ならないことを意味する。

ブロック２４３はＴＯＯＳＭＡＬＬを真にセットする。

ブロック２４２における判定によって、非同期読出しオ
ペレーションが終わったと判定したとすると、ブロック
２４３へ制御の流れが動く。

ブロック２５１においては、読出しトリガが１に等しい
か、または現在のバッファがあるしきい値百分率以下に
空にされたかどうかの判定を行う。

読出しトリガは１に初期化され、流れ図のこの点までは
変えられていないから、ブロック２５１における判定の
結果は肯定であり、制御の流れはブロック２５７へ動く
。ブロック２５３〜２５４については後で詳しく説明す
る。ブロック２５７においては現在のバッファからのオ
ペレーションをユーザーへ動かす。読出しトリガが１に
等しいと、現在のバッファにはただ１つのオペレーショ
ンが存在するから、ブロック２５７においては現在のバ
ッファの内容が全てユーザーへ動かされる。しかし、後
で述べるように、読出しトリガが１より大きいと、現在
のバッファには２つ以上のオペレーションがユーザーへ
動かされる。ブロック２５８においては、現在のバッフ
ァ中にはもっと多くのオペレーションがあるかどうかの
判定が行われる。その判定結果が、肯定であれば制御の
流れは第３Ｂ図のブロック２２１へ戻り、否定であれば
制御の流れはブロック２５６へ進む。このブロック２５
６においては、第１図のバッファ３１と３２の呼び方を
変える。ブロック２５６における処理が初めて実行され
る前は、バッファ３１は次のバッファであり、バッファ
３２は現在のバッファである。今は、ブロック２５６に
おいては現在のバッファである。今は、ブロック２５６
においてはバッファ３１は「現在のバッファ」と呼ばれ
、バッファ３２は「ターゲットバッファ」になる。

ブロック２６１においては、ブロック２４３においてＴ
ＯＯＳＭＡＬＬが真にセットされたかどうかを判定する
。その判定結果が肯定であると、バッファ３１と３２を
以後の読出し要求においてより大きくする必要がある。

これは、好適な実施例においては、読出しトリガを１だ
け大きくすることにより行われる。これはブロック２６
２において行われる。この動作により、ブロック２７７
においてターゲットバッファのバッファサイズが大きく
される。その理由は、バッファサイズがオペレーション
のサイズに読出しトリガを乗じたものに等しいからであ
る。ブロック２６２においてもＴＯＯＳＭＡＬＬを偽に
セットする。

ブロック２６１における判定結果が否定であれば、ブロ
ック２５４においてＴＯＯＢＩＣが真にセットされたか
どうかの判定がブロック２５６において行われる。その
判定結果が肯定であれば、以後の読出しにおいてバッフ
ァ３１と３２をより小さくする必要がある。これは、好
適な実施例においては、読出しトリガを１だけ減少する
ことにより行われる。これはブロック２６６において行
われる。

この動作により、ブロック２７７においてバッファのサ
イズが小さくされる。その理由は、バッファサイズがオ
ペレーションのサイズに読出しトリガを乗じたものに等
しいからである。制御の流れがループを初めて通る時、
または読出しトリガが１の時には、ブロック２６５にお
ける判定の結果は否定である。ブロック２６５における
判定結果が否定であると、バッファのサイズはちょうど
良く、制御の流れは２６６へ進み、そこからブロック２
７７へ動く。このブロック２７７においては前に述べた
ようにバッファのサイズが計算される。

ブロック２７８においては次のオペレーションが補助記
憶装置５０からターゲットバッファへ読込まれる。この
例の場合におけるように読出しトリガが１に等しいとす
ると、１つのオペレーション（セグメント６４）がター
ゲットバッファ（バッファ３２）へ読込まれる。読出し
トリガが増大されて、それによりバッファ３１と３２の
サイズが増大されたとすると、ターゲットバッファを充
すために必要とするオペレーションの数が、補助記憶装
置５０から非同期的に読出される。たとえば、読出しト
リガが４だとすると、４回のオペレーション（これは、
この例では、４つのセグメントに等しい）がターゲット
バッファに読込まれる。

それから制御の流れは第３Ｂ図のブロック２２１へ戻る
。

求められている全てのデータがデータベース６０から検
索されて、ユーザーへ送られるまでは、制御の流れは第
３Ｂ〜３Ｄ図を循環する。バッファ３１と３２が互いに
蛙とびしてデータベース６０のセグメント６１〜６７か
らデータを読出す間の種々の時刻に、それらのバッファ
はターゲットバッファ、次のバッファ、現在のバッファ
と呼ばれる。何回か繰返された後で、バッファ３１と３
２のサイズが小さすぎると、ブロック２４２において判
定されたと仮定する。読出しトリガ（これは１に初期化
された）が今は４であると仮定する。このことは、バッ
ファ３１と３２のサイズが今はスタート時の４倍である
ことを意味する。そうすると、以前はバッファを充すの
にただ１つのオペレーションを要していたのに、今はバ
ッファを充すために４つのオペレーションを要する。そ
うするとブロック２５１〜２５４は今は一層重要になる
。というのは、バッファが大きくなりすぎることが今は
可能だからである。ブロック２５１においては、現在の
バッファがあるしきい値百分率以下に空にされた（オペ
レーションがユーザーへ送られた）かどうかを判定する
。好適な実施例においては、そのしきい値百分率は２分
の１であるが、この百分率は異なる値にセットすること
ができる。ブロック２５１における判定結果が否定であ
ると、制御の流れはブロック２５３へ動く。

このブロック２５３においては、次のバッファ（バッフ
ァ３１と３２のうち、ブロック２７８において非同期読
出しがオペレーションが最後に実行されたバッファ）の
内容がデータベース６０から完全に読出されたかどうか
の判定が行われる。

この判定結果が否定であれば、その読出しオペレーショ
ンが早く終りすぎるから、それらのバツファは大きすぎ
る。理想的には、現在のバッファが一杯の半分以下に空
にされるまでは、次のバッファの読出しオペレーション
を終らせるべきではない。ブロック２５３における判定
結果が肯定であれば、それらのバッファは大きすぎる。

そうするとブロック２５４においてＴＯＯＢＩＧが真に
セットされる。これの効果として、ブロック２６６にお
いて読出しトリガが１だけ減少させられ、ブロック２７
７においてバッファサイズがその減少に応じて小さくさ
れる。

以上、本発明の好適な実施例について説明したが、本発
明の要旨、範囲および教示から逸脱することなしにその
実施例を細部にわたって種々変更できることを当業者は
理解されるであろう。たとえば、データベース応用以外
の応用に本発明を使用できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のコンピュータ装置の全体のブロック図
を示し、第２Ａ〜２Ｅ図は本発明の挿入オペレーション
の流れ図を示し、第３Ａ〜３Ｄ図は本発明の検索オペレ
ーションの流れ図を示す。 １０・・・コンビュータ装置、２０・・・プロセッサ、
３０・・・主記憶装置、３１、３２・・・バッファ、４
０・・・ユーザーインターフエイス、５０・・・補助記
憶装置、６０・・・データベース。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、第１のＩ／Ｏバッファがそれのデータオペレーショ
   ンを終る前に第２のＩ／Ｏバッファが完全に処理される
   ならば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッ
   ファのサイズを増大させる過程と、 前記第２のバッファがしきい値百分率をトリガする前に
   前記第１のバッファがそれのデータオペレーションを終
   るならば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバ
   ッファのサイズを減少させる過程と、 を備える第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファ
   のサイズを最適にする方法。 ２、第１のＩ／Ｏバッファの内容がデータベースに完全
   に書かれる前に第２のＩ／Ｏバッファが一杯であるなら
   ば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッファ
   のサイズを増大させる過程と、 前記第２のバッファがあるしきい値百分率をこえて充さ
   れる前に前記第１のバッファの内容が前記データベース
   へ完全に書かれているならば、前記第１のバッファのサ
   イズと前記第２のバッファのサイズを減少させる過程と
   、 を備える、データベースにデータを挿入する時に第１の
   Ｉ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファのサイズを最適
   にする方法。 ３、第２のＩ／Ｏバッファの内容がデータベースから完
   全に読取られる前に第１のＩ／Ｏバッファが空であるな
   らば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッフ
   ァのサイズを増大させる過程と、 前記第１のバッファがあるしきい値以下に空にされる前
   に前記第２のバッファの内容が前記データベースから完
   全に読取られているならば、前記第１のバッファのサイ
   ズと前記第２のバッファのサイズを減少させる過程と、 を備える、データベースからデータを検索する時に第１
   のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファとのサイズを
   最適にする方法。 ４、第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファを有
   する主記憶装置と、 データベースを有する補助記憶装置と、 前記第１のバッファの内容が前記データベースに完全に
   書かれる前に前記第２のバッファが一杯であるならば、
   前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッファのサ
   イズを増大させる手段と、前記第２のバッファがあるし
   きい値をこえて充される前に前記第１のバッファの内容
   が前記データベースへ完全に書かれているならば、前記
   第１のバッファのサイズと前記第２のバッファのサイズ
   を増大させる手段と、 を備える、データベースにデータを挿入するために最適
   にされた第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファ
   を有するコンピュータ装置。 ５、第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファを有
   する主記憶装置と、 データベースを有する補助記憶装置と、 前記第２のバッファの内容が前記データベースに完全に
   読取られる前に前記第１のバッファが空にされるならば
   、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッファの
   サイズを増大させる手段と、前記第１のバッファがある
   しきい値以下に空にされる前に前記第２のバッファの内
   容が前記データベースから完全に読取られるならば、前
   記第１のバッファのサイズと前記第２のバッファのサイ
   ズを減少させる手段と、 を備える、データベースからデータを検索するために最
   適にされた第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッフ
   ァを有するコンピュータ装置。 ６、第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファを有
   する主記憶装置と、 補助記憶装置と、 前記第１のバッファの内容が前記補助記憶装置へ完全に
   書かれる前に前記第１のバッファが完全に処理されるな
   らば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッフ
   ァのサイズを増大させる手段と、 前記第２のバッファがあるしきい値百分率をトリガする
   前に前記第１のバッファの内容が前記補助記憶装置へ完
   全に書込まれているならば、前記第１のバッファのサイ
   ズを前記第２のバッファのサイズを減少させる手段と、 を備える、最適にされた第１のＩ／Ｏバッファと第２の
   Ｉ／Ｏバッファを有するコンピュータ装置。 ７、第１のＩ／Ｏバッファと第２のＩ／Ｏバッファを有
   する主記憶装置と、 補助記憶装置と、 前記第２のバッファの内容が前記補助記憶装置から完全
   に読出される前に、前記第１のバッファが空にされるな
   らば、前記第１のバッファのサイズと前記第２のバッフ
   ァのサイズを増大させる手段と、 前記第１のバッファがあるしきい値以下に空にされる前
   に前記第２のバッファの内容が前記補助記憶装置から完
   全に読出されるならば、前記第１のバッファのサイズと
   前記第２のバッファのサイズを減少させる手段、 とを備える、最適にされた第１のＩ／Ｏバッファと第２
   のＩ／Ｏバッファを有するコンピュータ装置。