(57)【要約】【課題】主記憶装置においてデータの追い出しが発生しうる状況において処理の効率を向上させることが可能な情報処理装置を提供する。【解決手段】情報処理装置を、主記憶装置と、主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部と、空き領域の容量不足に伴う主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する判定部と、追い出しが発生したと判定された場合に、制御部に空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、空き領域の容量を増加させる値に設定する設定部と、を有する情報処理装置とする。【選択図】図２
2017201481.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
主記憶装置と、
前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部と、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する判定部と、
前記追い出しが発生したと判定された場合に、前記制御部に前記空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定する設定部と、
を有する
情報処理装置。
【請求項２】
前記判定部は、前記追い出しが発生した後で、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたか否かを判定し、
前記設定部は、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたと判定された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する
請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項３】
前記設定部は、前記追い出しが発生した後で、前記情報処理装置の電源が再度投入された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する、請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項４】
主記憶装置と前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部とを有する情報処理装置に、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定させ、
前記追い出しが発生したと判定した場合に、前記制御部に前記空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定させる
情報処理装置の制御方法。
【請求項５】
主記憶装置と前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部とを有する情報処理装置に、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する処理と、
前記追い出しが発生したと判定した場合に、前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させるパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定させる処理
を実行させる情報処理装置の制御プログラム。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本件開示の技術は、情報処理装置、情報処理装置の制御方法および情報処理装置の制御プログラムに関する。
【背景技術】
【０００２】
コンピュータのプロセッサが直接アクセスする主記憶装置は、補助記憶装置に比べると高価であり、容量が小さい。主記憶装置の領域は、コンピュータにおいて実行されるプログラムからの要求に従って確保される。しかし、プログラムからの要求が繰り返し発生したときに、新しい要求に従って主記憶装置の領域を確保できない場合がある。そこで、主記憶装置の領域の利用効率を向上させる種々の技術が提案されている（例えば、特許文献１、２を参照）。
【先行技術文献】
【特許文献】
【０００３】
【特許文献１】特開２００９−１９９４７８号公報
【特許文献２】特表２００８−５０５３８９号公報
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００４】
High Performance Computing（ＨＰＣ）の分野では、可能な限り主記憶装置の領域を使い切って処理を実行することが求められる場合がある。例えば、ジョブスケジューラなどのプログラムを利用して主記憶装置の領域の使用率を調整することが可能である。しかし、ジョブの実行中に物理メモリの空き領域以上の領域が繰り返し要求される場合もある。また、物理メモリの空き領域以上の領域が要求されるたびに、空き領域を確保するため、主記憶装置に記憶されているデータを主記憶装置外のスワップ領域に追い出すスワップアウトが実行される。この結果、スワップアウトおよびスワップ領域から主記憶装置の空き領域へのデータのロードが繰り返し実行されるため、処理効率が低下する可能性がある。
【０００５】
本件開示の技術は、上記の事情に鑑み、主記憶装置においてデータの追い出しが発生しうる状況において処理の効率を向上させることが可能な情報処理装置を提供することを目的とする。
【課題を解決するための手段】
【０００６】
本件開示の情報処理装置は、１つの側面では、主記憶装置と、主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部と、空き領域の容量不足に伴う主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する判定部と、追い出しが発生したと判定された場合に、制御部に空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、空き領域の容量を増加させる値に設定する設定部と、を有する。
【発明の効果】
【０００７】
本件開示の技術によれば、主記憶装置においてデータの追い出しが発生しうる状況において処理の効率を向上させることが可能な情報処理装置を提供することができる。
【図面の簡単な説明】
【０００８】
【図１】図１は、一実施形態に係るサーバの構成を例示する概略構成図である。
【図２】図２は、一実施形態に係るサーバにおいて実行される処理のフローチャートである。
【図３】図３は、一実施形態における主記憶装置の空き領域の状態を例示する模式図である。
【図４】図４は、一実施形態に係るサーバにおいて実行される処理のフローチャートである。
【発明を実施するための形態】
【０００９】
以下、本件開示の技術に係る実施形態について図面を参照しながら説明する。なお、以下の詳細な説明は例示的なものであり、実施形態の構成を限定するものではない。
【００１０】
（第１の実施形態）
図１に、第１の実施形態における情報処理装置の一例であるサーバ１００の概略構成図を示す。図１に示すように、サーバ１００は一例として、Central Processing Unit（Ｃ
ＰＵ）１０１、Read Only Memory（ＲＯＭ）１０２、Radom Access Memory（ＲＡＭ）１
０３、Hard Disk Drive（ＨＤＤ）１０４、操作部１０５、表示部１０６を有する。ＣＰ
Ｕ１０１は、いわゆるマルチコアＣＰＵであり、コア１  １０１ａおよびコア２  １０１ｂを有する。なお、ＣＰＵ１０１のコアの数はこれに限定されない。これらの各構成要素は、バス１０８によって互いに接続されている。
【００１１】
ＨＤＤ１０４には、サーバ１００内で実行される各種プログラムが記憶されている。ＣＰＵ１０１は、ＨＤＤ１０４に記憶されているプログラムをＲＡＭ１０４に展開して実行し、種々の処理を実行する。ＲＯＭ１０２にはサーバ１００において実行されるOperating System（ＯＳ）のカーネルやファームウェアなどが記憶されている。サーバ１００のユーザは、操作部１０５を使用してサーバ１００の動作を制御する。表示部１０６には、サーバ１００内で実行されるプログラムの実行結果や各種設定画面などが表示される。
【００１２】
本実施形態では、サーバ１００において実行されるＯＳとしてＬｉｎｕｘ（登録商標）
ＯＳを想定する。Ｌｉｎｕｘ  ＯＳでは、カーネルがＲＡＭ１０３上でデータをページと呼ばれる単位で管理している。また、各プロセスのページには、「file」と「anonymous」の２種類のページがある。fileページは、ＨＤＤ１０４の補助記憶装置などから読み
込まれたデータのページである。また、anonymousページは、ＣＰＵ１０１によって実行
されるプログラム上で使用するデータのために確保されるページである。
【００１３】
fileページは、dirtyでない、すなわち書き換えられていない場合、補助記憶装置など
に同じデータが存在するため、破棄されても補助記憶装置などから再度読み込みを行うことができる。一方、anonymousページの場合は、サーバ１００内に同じデータが存在する
という保証がないため、サーバ１００内に同じデータが存在しない場合に破棄されるとプログラムの実行に支障をきたす可能性がある。
【００１４】
本実施形態では、anonymousページは、原則スワップアウトされないものとする。ただ
し、例えば、fileページをすべてスワップアウトしてもＲＡＭ１０３の空き領域が不足する場合に、anonymousページがスワップアウトされる。
【００１５】
一例として、Ｌｉｎｕｘカーネル２．６においては、メモリスワップ処理の発生頻度を変更するための閾値であるパラメータvm.swappinessが存在する。なお、vm.swappinessの値が、主記憶装置の空き領域の容量を増減させるパラメータの一例に相当する。パラメータvm.swappinessの値は０〜１００の間で設定でき、値が大きく設定されると（例えば１
００）、ＲＡＭ１０３上に使用されていない領域（空き領域）があるにもかかわらず、スワップアウトが発生しやすくなる。また、anonymousページとfileページがスワップアウ
トされる割合が同じ（１：１）となるように制御される。一方、vm.swappinessの値が小
さく（例えば０）に設定されると、ＲＡＭ１０３の領域が可能な限り使用され、スワップアウトが発生しにくくなる。
【００１６】
この場合、スワップアウトは、ＲＡＭ１０３の空き領域が存在しなくなって初めて実行される。言い換えれば、プログラムの実行時にＲＡＭ１０３の空き領域よりも大きい容量の領域確保要求が発生した場合、ＲＡＭ１０３に記憶されているデータが、スワップアウトによって、Least Recently Used（ＬＲＵ）に従って補助記憶装置などのスワップ領域
に追い出される。そして、使用するデータが当該スワップ領域からＲＡＭ１０３の空き領域に読み込まれる、という処理が実行される。vm.swappinessの値が小さく設定されると
、ＲＡＭ１０３の空き領域が少なくなり、上記のようなスワップアウトが繰り返し実行されるため、プログラムの実行時間の遅延を招く可能性がある。
【００１７】
本実施形態では、不要なスワップアウトが繰り返し発生しないように、ＲＡＭ１０３の空き領域の容量を超える領域確保要求の発生時にvm.swappinessの値が調節される。図２
に、サーバ１００において実行される処理のフローチャートを示す。本実施形態において、ＣＰＵ１０１のコアのうち使用されていないコアまたはポーリング中のコア（休止状態にあるコア）が、図２に示すフローチャートの処理を実行する。一例として、ＣＰＵ１０１のコア１  １０１ａがＨＤＤ１０４に記憶されているプログラムを実行しているときに、ＣＰＵ１０１のコア２  １０１ｂがポーリング中であると想定する。なお、コア２  １０１ｂが、ＲＡＭ１０３に対するスワップアウトを実行する。また、コア２  １０１ｂが、主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部の一例に相当する。
【００１８】
ＯＰ１０１において、コア２  １０１ｂは、設定部として機能し、vm.swappinessの値
を０に設定する。ただし、vm.swappiness＝０が、初期値、すなわちサーバ１００の起動
時の値としてあらかじめ設定されていてもよい。具体的には、コア２  １０１ｂは、Ｌｉｎｕｘ  ＯＳにおける「/proc/sys/vm/swappiness」ファイル内のパラメータ「vm.swappiness」の値を０に変更する。「vm.swappiness」の値が０に変更されると、ＲＡＭ１０３
の空き領域が存在しなくなるまでスワップアウトが実行されない。コア２  １０１ｂは「vm.swappiness」の値を０に変更すると、処理をＯＰ１０２に進める。
【００１９】
ここで、図３に、図２のフローチャートの処理が実行される場合のＲＡＭ１０３の空き領域の使用状態を例示する。図３では、ＲＡＭ１０３の空き領域が［１］に示す状態から順に［１１］に示す状態まで遷移する。なお、［１］〜［１１］の各状態において新たに使用される空き領域を異なる模様で示す。ＯＰ１０１の処理が実行されると、図３の［１］〜［８］に示すように、コア１  １０１ａによって実行されるプログラムからのＲＡＭ１０３に対する領域確保要求に応じて、順次空き領域が確保される。「vm.swappiness」
の値は０であるため、領域確保要求に対してＲＡＭ１０３の空き領域が確保できる間は、スワップアウトは実行されない。
【００２０】
そして、ＲＡＭ１０３の使用状態が図３の［８］に示す状態にあるときに、３ページ分の領域確保要求が発生したと想定する。このときＲＡＭ１０３には、３ページ分の空き容量が存在しない。したがって、ＯＳカーネルによって、Least Recently Used（ＬＲＵ）
に従って、ＲＡＭ１０３に記憶されている３ページ分のデータがＨＤＤ１０４のスワップ領域にスワップアウトされる。この結果、図３の［９］に示すように、ＲＡＭ１０３に３ページ分の空き領域が確保される。
【００２１】
図２に戻り、ＯＰ１０２において、コア２  １０１ｂは、判定部として機能し、ＲＡＭ１０３に対してスワップアウトが実行されたか否かを判定する。ＲＡＭ１０３に対してスワップアウトが実行された場合は（ＯＰ１０２：Ｙｅｓ）、コア２  １０１ｂは処理をＯＰ１０３に進める。一方、ＲＡＭ１０３に対してスワップアウトが実行されない場合は（
ＯＰ１０２：Ｎｏ）、コア２  １０１ｂはＯＰ１０２の判定処理を繰り返し実行する。
【００２２】
図３に示す例の場合、ＲＡＭ１０３が［１］〜［８］の状態にある間は、コア２  １０１ｂはＯＰ１０２の判定処理を繰り返し実行する。そして、ＲＡＭ１０３に対してスワップアウトが実行されてＲＡＭ１０３が［９］に示すように３ページ分の空き領域が確保された後、使用されるデータが空き領域に読み込まれる（［１０］に示す状態）。ＲＡＭ１０３が［１０］に示す状態であるときに、コア２  １０１ｂは処理をＯＰ１０２からＯＰ１０３に進める。
【００２３】
ＯＰ１０３において、コア２  １０１ｂは、vm.swappinessの値を２０に設定する。具
体的には、コア２  １０１ｂは、「/proc/sys/vm/swappiness」ファイル内のパラメータ
「vm.swappiness」の値を２０に変更する。本実施形態では、vm.swappinessの値を０にした後にＲＡＭ１０３の空き領域の容量を超える領域確保要求が発生してスワップアウトが実行された段階で、今後スワップアウトが繰り返し発生する可能性が高くなったとみなされる。そして、vm.swappinessの値が０よりも大きい値に変更されることで、ＲＡＭ１０
３の空き領域の容量を超える領域確保要求が発生する前に、スワップアウトによりあらかじめＲＡＭ１０３に空き領域が確保される。
【００２４】
例えば、「vm.swappiness」の値が０のままで変更されない場合、一度スワップアウト
が実行された後も、図３の［１１］に示すようにＲＡＭ１０３には空き領域が存在しない状態が続く。このため、再びＲＡＭ１０３に対する領域確保要求が発生した場合、空き領域を確保するために再度スワップアウトが実行される。一方、本実施形態のように「vm.swappiness」の値が０より大きい値である２０に変更されると、図３の［８］に示す状態
にあるＲＡＭ１０３において、所定容量の空き領域が確保されるようにスワップアウトが実行される。
【００２５】
このように、一度スワップアウトが実行された後、領域確保要求が発生する前にあらかじめスワップアウトが実行されてＲＡＭ１０３の空き領域が確保される。この結果、ＲＡＭ１０３の空き領域の容量を超える領域確保要求の発生を未然に防げる可能性が高まる。したがって本実施形態では、図２のフローチャートの処理の開始後に初めてスワップアウトが実行される場合、（１）ＲＡＭ１０３の空き領域の容量を超える領域確保要求が発生する、（２）スワップアウトにより空き領域が確保される、（３）使用するデータが空き領域に読み込まれる、という処理が実行される。そして、次回以降のスワップアウト実行時においては、（１）ＲＡＭ１０３に対する領域確保要求（ＲＡＭ１０３の空き領域の容量を超えない容量の領域確保要求となる）が発生する、（２）使用するデータが空き領域に読み込まれる、という処理が実行される。これにより、２回目以降のＲＡＭ１０３の空き領域の領域確保要求の発生時にはスワップアウトが実行されない分、従来よりも実行時間が短縮される。ＯＰ１０３の処理が完了すると、コア２  １０１ｂは、本フローチャートの処理を終了する。
【００２６】
以上が本実施形態に関する説明であるが、上記のサーバなどの構成や処理は、上記の実施形態に限定されるものではなく、本発明の技術的思想と同一性を失わない範囲内において種々の変更が可能である。例えば、ＣＰＵ１０１をマルチコアＣＰＵとしたが、サーバ１００が複数のＣＰＵを備える場合でも、使用されていないあるいは休止中のＣＰＵに上記のコア２  １０１ｂの処理を実行させればよい。また、上記の実施形態においては、ＯＳカーネルがＲＡＭ１０３に対するスワップアウトの発生を確認したときに、コア２  １０１ｂが「/proc/sys/vm/swappiness」ファイルのvm.swappinessの値を変更する。しかし、ＯＳカーネルの代わりにＲＡＭ１０３に常駐するデーモンが、ＲＡＭ１０３に対するスワップアウトの発生を確認してもよい。あるいは、上記のサーバ１００とは別に監視サーバを設け、ＯＳカーネルの代わりに監視サーバが、ＲＡＭ１０３に対するスワップアウト
の発生を確認してもよい。
【００２７】
また、以下に上記の実施形態の変形例について説明する。なお、以下の変形例において上記の実施形態と同様の構成および処理については同一の符号を付し、詳細な説明は省略する。
【００２８】
図４に、サーバ１００において実行される処理のフローチャートを示す。本変形例では、上記の実施形態と同様、ＣＰＵ１０１のコア１  １０１ａがＨＤＤ１０４に記憶されているプログラムを実行しているときに、ＣＰＵ１０１のコア２  １０１ｂがポーリング中であると想定する。
【００２９】
コア２  １０１ｂは、上記の実施形態と同様にＯＰ１０１〜ＯＰ１０３の処理を実行する。そして、コア２  １０１ｂは、ＯＰ１０３の処理が完了すると、処理をＯＰ２０４に進める。ＯＰ２０４では、コア２  １０１ｂは、ＯＰ１０２においてスワップアウトが発生してからスワップアウトが発生しない状況が所定時間続いたか否かを判定する。コア２
１０１ｂは図示しないタイマなどを用いて、ＯＰ１０２におけるスワップアウトの発生からの経過時間を取得すればよい。
【００３０】
コア２  １０１ｂは、スワップアウトが発生してからスワップアウトが発生しない状態が所定時間続いたと判定した場合は（ＯＰ２０４：Ｙｅｓ）、処理をＯＰ１０１に戻す。これにより、vm.swappinessの値が再び０に変更され、ＲＡＭ１０３の空き領域が存在し
なくなるまでスワップアウトが実行されなくなる。したがって、上記の実施形態では、vm.swappinessの値が０に設定された後、領域確保要求によって初めてスワップアウトが実
行されたときに、今後も同様の領域確保要求が発生するとみなして、vm.swappinessの値
が２０に変更される。しかし、初めてスワップアウトが実行された後、所定時間が経過するまで領域確保要求が発生しない場合は、今後発生するとみなした領域確保要求のためにあらかじめ確保された空き領域が使用されないままとなる。そこで、本変形例では、vm.swappinessの値が０に戻されて、空き領域の容量が最小限度となるように、あらかじめ確
保された空き領域が再び使用される。
【００３１】
一方、コア２  １０１ｂは、スワップアウトが発生してから所定時間が経過していないと判定した場合は（ＯＰ２０４：Ｎｏ）、ＯＰ２０４の判定処理を繰り返し実行する。これにより、ＯＰ１０２において初めてスワップアウトが実行された後に、所定時間が経過する前にスワップアウトが実行される場合は、vm.swappinessの値が２０のまま維持され
る。なお、ＯＰ１０２の処理の後にスワップアウトが再度実行された場合、コア２  １０１ｂは、スワップアウトが再度実行されてからの経過時間に基づいてＯＰ２０４の判定処理を行う。この結果、スワップアウトの実行頻度が所定時間より短い時間間隔である場合は、vm.swappinessの値が２０のまま維持される。
【００３２】
以上のように、本変形例によれば、vm.swappinessの値が０に設定された後で初めてス
ワップアウトが実行されるとvm.swappinessの値が２０に変更され、スワップアウトによ
ってＲＡＭ１０３の空き領域が確保される。さらに、スワップアウトが実行されない状態が所定時間続いた場合は、vm.swappinessの値が０に戻されて、再びＲＡＭ１０３の空き
領域が存在しなくなるまでスワップアウトが実行されなくなる。このように、サーバ１００において実行されるプログラムによるＲＡＭ１０３の使用状況に応じてＲＡＭ１０３の空き領域が調整される。
【００３３】
なお、上記の変形例では、スワップアウトが実行されない状態が所定時間続いた場合は、vm.swappinessの値が０に戻される処理が実行された。ただし、この処理の代わりに、
サーバ１００が再起動される場合や一度電源がオフにされて再度電源が投入されたときに
、vm.swappinessの値が０に戻される処理が実行されてもよい。
【００３４】
また、上記の実施形態において、ＣＰＵは、単一のソケットで接続される単一のＣＰＵがマルチコア構成を有していてもよい。上記の少なくとも一部の処理は、ＣＰＵ以外のプロセッサ、例えば、Digital Signal Processor(DSP)、Graphics Processing Unit（GPU）、数値演算プロセッサ、ベクトルプロセッサ、画像処理プロセッサ等の専用プロセッサで行われてもよい。また、上記の少なくとも一部の処理は、集積回路（ＩＣ）、その他のディジタル回路であってもよい。また、上記各部の少なくとも一部にアナログ回路が含まれてもよい。集積回路は、ＬＳＩ、Application Specific Integrated Circuit（ＡＳＩＣ
）、プログラマブルロジックデバイス（ＰＬＤ）を含む。ＰＬＤは、例えば、Field-Programmable Gate Array(ＦＰＧＡ)を含む。上記各部は、プロセッサと集積回路との組み合
わせであってもよい。組み合わせは、例えば、マイクロコントローラ（ＭＣＵ）、System-on-a-Chip（ＳｏＣ）、システムＬＳＩ、チップセットなどと呼ばれる。
【００３５】
＜コンピュータが読み取り可能な記録媒体＞
コンピュータその他の機械、装置（以下、コンピュータ等）に上記サーバの設定を行うための管理ツール、ＯＳその他を実現させるプログラムをコンピュータ等が読み取り可能な記録媒体に記録することができる。そして、コンピュータ等に、この記録媒体のプログラムを読み込ませて実行させることにより、その機能を提供させることができる。
【００３６】
ここで、コンピュータ等が読み取り可能な記録媒体とは、データやプログラム等の情報を電気的、磁気的、光学的、機械的、または化学的作用によって蓄積し、コンピュータ等から読み取ることができる記録媒体をいう。このような記録媒体のうちコンピュータ等から取り外し可能なものとしては、例えばフレキシブルディスク、光磁気ディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、ＣＤ−Ｒ／Ｗ、ＤＶＤ、ブルーレイディスク、ＤＡＴ、８ｍｍテープ、フラッシュメモリ等のメモリカード等がある。また、コンピュータ等に固定された記録媒体としてハードディスクやＲＯＭ等がある。
【００３７】
以上の実施形態に関し、さらに以下の付記を開示する。
【００３８】
（付記１）
主記憶装置と、
前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部と、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する判定部と、
前記追い出しが発生したと判定された場合に、前記制御部に前記空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定する設定部とを有する情報処理装置。
【００３９】
（付記２）
前記判定部は、前記追い出しが発生した後で、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたか否かを判定し、
前記設定部は、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたと判定された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する
付記１に記載の情報処理装置。
【００４０】
（付記３）
前記設定部は、前記追い出しが発生した後で、前記情報処理装置の電源が再度投入された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する、付
記１に記載の情報処理装置。
【００４１】
（付記４）
主記憶装置と前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部とを有する情報処理装置に、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定させ、
前記追い出しが発生したと判定した場合に、前記制御部に前記空き領域の容量を増減させるためのパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定させる
情報処理装置の制御方法。
【００４２】
（付記５）
前記追い出しが発生した後で、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたか否かを判定させ、
前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたと判定した場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定させる
付記４に記載の情報処理装置の制御方法。
【００４３】
（付記６）
前記追い出しが発生した後で、前記情報処理装置の電源が再度投入された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定させる、付記４に記載の情報処理装置の制御方法。
【００４４】
（付記７）
主記憶装置と前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させる制御部とを有する情報処理装置に、
前記空き領域の容量不足に伴う前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生したか否かを判定する処理と、
前記追い出しが発生したと判定した場合に、前記主記憶装置の空き領域の容量を増減させるパラメータの値を、前記空き領域の容量を増加させる値に設定させる処理
を実行させる情報処理装置の制御プログラム。
【００４５】
（付記８）
前記追い出しが発生した後で、前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたか否かを判定する処理と、
前記主記憶装置からのデータの追い出しが発生しない状態が所定時間続いたと判定した場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する処理
をさらに実行させる付記７に記載の情報処理装置の制御プログラム。
【００４６】
（付記９）
前記追い出しが発生した後で、前記情報処理装置の電源が再度投入された場合に、前記パラメータの値を前記空き領域の容量を最小限度とする値に設定する処理を、さらに実行させる付記７に記載の情報処理装置の制御プログラム。
【符号の説明】
【００４７】
１００    サーバ
１０１    ＣＰＵ
１０１ａ、１０１ｂ    コア
１０２    ＲＯＭ
１０３    ＲＡＭ
１０４    ＨＤＤ
【図１】
2017201481.tif 000003
【図２】
2017201481.tif 000004
【図３】
2017201481.tif 000005
【図４】
2017201481.tif 000006