JP3481054B2 - ゲートウェイ装置、クライアント計算機およびそれらを接続した分散ファイルシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ネットワーク上に
分散した複数のサーバ計算機と、複数のクライアント計
算機とがゲートウェイ装置（計算機）を介して通信回線
で相互に接続されている分散ファイルシステムに関し、
特に、複数のクライアント計算機がゲートウェイ装置を
介してサーバ計算機内部の記憶装置内のファイルオブジ
ェクトにアクセスする場合の分散ファイルシステムのフ
ァイル中継を行なうゲートウェイ装置、ゲートウェイ装
置にアクセス要求を出力するクライアント計算機、およ
びそれらを接続した分散ファイルシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】以下の説明で「サーバ計算機」とは、ネ
ットワーク上において何らかのサービスを提供している
計算機をいい、「クライアント計算機」とは、そうした
サーバ計算機のサービスを要求し、受ける計算機をいう
ものとする。また「ファイルオブジェクト」とは、分散
ファイルシステムの利用するネットワークプロトコル
と、ネットワークアドレス（サーバ計算機の名称）と、
ファイル名称と、ファイルの実体との組をいうものとす
る。ここで「ファイルオブジェクトの名称」とは、ネッ
トワークプロトコルとネットワークアドレスとファイル
名称との組のことをいう。

【０００３】従来、上述したような分散ファイルシステ
ムにおいては、複数のクライアント計算機からのサーバ
計算機上のファイルオブジェクトに対する読出要求は、
一旦途中のゲートウェイ計算機で中継されていた。ゲー
トウェイ計算機がサーバ計算機から読出したファイルオ
ブジェクトは、クライアント計算機に中継される。それ
と同時にそれらファイルオブジェクトは、ゲートウェイ
計算機内部のキャッシュファイル（固定ディスク、半導
体メモリなど）に蓄積される。そうしたゲートウェイ計
算機の一例が特開平４−３１３１２６号公報（発明の名
称「分散ファイルシステムのファイル入出力方式」）に
開示されている。

【０００４】図１５は、この従来の分散ファイルシステ
ムを示している。このシステムは、ゲートウェイ計算機
１１０と、このゲートウェイ計算機１１０を介して相互
に接続されたサーバ計算機１００および複数のクライア
ント計算機１２０を含む。サーバ計算機１００は、複数
のクライアント計算機１２０によって共有されている。

【０００５】サーバ計算機１００は、ファイルを格納す
るディスク装置１３６と、ネットワークを介してディス
ク装置１３６のファイルの内容を入出力するためのファ
イル入出力応答手段１３４と、ディスク装置１３６内の
ブロック情報をネットワークを介してクライアント計算
機１２０に応答するためのブロック情報応答手段１３２
とを含む。

【０００６】クライアント計算機１２０は、サーバ計算
機１００のブロック情報応答手段１３２に対してブロッ
ク情報要求を送り、ブロック情報を受けるためのブロッ
ク情報要求手段１５２と、ゲートウェイ計算機１１０を
介してサーバ計算機１００のファイル入出力応答手段１
３４に対してファイル入出力要求を送り、当該ファイル
を受信するためのファイル入出力要求手段１５４とを含
む。

【０００７】ゲートウェイ計算機１１０は、クライアン
ト計算機１２０（複数）とサーバ計算機１００との間に
介在し、サーバ計算機１００内のディスク装置１３６
と、各クライアント計算機１２０との間のキャッシュメ
モリとして機能するものであり、キャッシュした内容を
格納するためのディスクキャッシュ１４４と、ファイル
入出力要求手段１５４およびファイル入出力応答手段１
３４の間に介在するキャッシュ管理手段１４２とを含
む。

【０００８】このシステムは次のように動作する。ま
ず、クライアント計算機１２０がサーバ計算機１００内
のディスク装置１３６内のファイルにアクセスして１つ
のブロックを読込む場合の動作について説明する。ブロ
ック情報要求手段１５２は、ゲートウェイ計算機１１０
を介してサーバ計算機１００に対して読込対象のブロッ
クにかかるブロック情報の取得を要求するブロック情報
要求メッセージを発行する。

【０００９】サーバ計算機１００内のブロック情報応答
手段１３２は、このメッセージに応答して、ディスク装
置１３６から該当するブロック情報を取出し、そのブロ
ック情報を有するブロック情報応答メッセージをゲート
ウェイ計算機１１０を介してクライアント計算機１２０
内のブロック情報要求手段１５２に返却する。

【００１０】クライアント計算機１２０のファイル入出
力要求手段１５４は、返却されたブロック情報に基づい
て読込対象のブロックの読込を要求するファイルアクセ
ス要求を、ゲートウェイ計算機１１０内のキャッシュ管
理手段１４２に対して発行する。

【００１１】このファイルアクセス要求を受取ったキャ
ッシュ管理手段１４２は、そのファイルアクセス要求に
かかるブロック情報とディスクキャッシュ１４４に記憶
されている読込対象のブロックにかかるブロック情報と
の比較を行なう。そしてディスクキャッシュ１４４に、
該当するブロック情報が存在しない場合、または両方の
ブロック情報の内容（更新時間）が異なる場合（読込対
象のブロックのキャッシュが有効でない場合）には、キ
ャッシュ管理手段１４２は上述のファイルアクセス要求
をサーバ計算機１００のファイル入出力応答手段１３４
に対して発行する。

【００１２】サーバ計算機１００のファイル入出力応答
手段１３４は、このファイルアクセス要求に応答して、
ディスク装置１３６内のファイルをアクセスして、該当
するブロックを読込み、ゲートウェイ計算機１１０にそ
のブロックを転送する。

【００１３】キャッシュ管理手段１４２は、このブロッ
クをディスクキャッシュ１４４に格納し、そのブロック
にかかるブロック情報のディスクキャッシュ１４４への
設定または更新を行なう。キャッシュ管理手段１４２は
同時に、そのブロックをクライアント計算機１２０のフ
ァイル入出力要求手段１５４に対して転送する。

【００１４】以上でディスクキャッシュ１４４内に有効
なファイルが存在しない場合のこのシステムの動作につ
いて説明した。

【００１５】次回に同一ファイルに対するアクセス要求
があった場合には、ゲートウェイ計算機１１０のキャッ
シュ管理手段１４２は、ディスクキャッシュ１４４から
当該ブロックを取出し、アクセス要求を発行したクライ
アント計算機１２０のファイル入出力要求手段１５４に
対して当該ブロックを転送する。したがってこの場合、
ゲートウェイ計算機１１０からサーバ計算機１００に対
する転送要求は発行されない。したがって中継アクセス
の高速化が図られる。

【００１６】類似の技術が、特開昭６３−２００２４４
号公報（発明の名称「ファイル・アクセス・システ
ム」）や、特開昭６３−２０１８４号公報（発明の名称
「遠隔ファイル・アクセス・システム」）にも開示され
ている。いずれの技術においても、あるファイルオブジ
ェクトに対するアクセス要求が発行された場合に、当該
ファイルオブジェクトの内容が更新されているかどうか
を確認するために、サーバ計算機の保持するファイルオ
ブジェクトの変更時刻をキャッシュファイルの変更時刻
と比較する。そしてキャッシュファイルの内容が古い場
合には、クライアント計算機は更新されたサーバ計算機
の内容を読出すようになっている。しかし、これら２件
の公報に記載された技術では、キャッシュファイルはク
ライアント計算機内に存在しており、特開平４−３１３
１２６号公報に開示されたシステムのようにシステム内
にゲートウェイ計算機が含まれているわけではない。

【００１７】しかし、これら３件の従来技術文献は、サ
ーバ計算機のファイルオブジェクトと、キャッシュされ
たファイルオブジェクトとの内容が食い違わないような
工夫をしているという共通点を持っている。

【００１８】このように本来同一であるべきファイルの
食い違いを防ぐことをインテグリティ（Integrity ）を
保つという。また、食い違いの起きたファイルのデータ
をステールデータ（stale data）と呼ぶ。

【００１９】上述した従来の技術の基本は、ネットワー
ク経由でサーバ計算機の、該当するファイルオブジェク
トの変更時刻を調べ、対応するキャッシュファイルの内
容の変更時刻と比較するアルゴリズムを使用している。
そのため、サーバ計算機に対するネットワーク経由の問
合せを必ず行なわなければならない。ネットワークの実
効的な転送速度が小さい場合や、該当するファイルオブ
ジェクトを有するサーバ計算機にかかっている負荷が高
くて即座に応答できない場合には、そうした問合せ自体
にかなり時間がかかってしまうことがある。そのためネ
ットワークファイルシステムによっては、このようなフ
ァイルキャッシュのシステムを採用していない場合もあ
る。すなわちこうしたシステムでは、サーバ計算機の保
持するファイルオブジェクトが更新されているにもかか
わらず、ゲートウェイ計算機の持つキャッシュ内の対応
するファイルオブジェクトは必ずしも更新されていな
い。このようなネットワークファイルシステム方式の代
表的なものとして、いわゆるインターネットにおけるＨ
ＴＴＰ（Hyper Text Transfer Protocol）を使った広域
分散型マルチメディア情報システムがある。

【００２０】インターネットは、その基本プロトコルと
してＴＣＰ／ＩＰプロトコルを利用した、グローバルな
ネットワークである。インターネット上に構築された地
域分散型マルチメディア情報提供システムは、World Wi
de Wed（ＷＷＷ）と呼ばれる。ＷＷＷは、ネットワーク
上に分散したファイルオブジェクトを扱うことができ
る。これらのファイルオブジェクトは、単なるテキスト
データにとどまらず、画像データ、音声データ、ビデオ
画像データなどさまざまな種類のものを含む。ＷＷＷ
は、情報提供側にとっても、情報利用者（ユーザ）にと
っても魅力的であるため、ネットワーク上のＷＷＷに関
するトラフィックが爆発的に増加している。ＷＷＷシス
テムでは、クライアント計算機のユーザは、グラフィカ
ルユーザインタフェースを持ったブラウザソフトウェア
をクライアント計算機上で実行させるだけで、ネットワ
ーク上に分散したサーバ計算機の保持するさまざまなフ
ァイルオブジェクトで構成された情報を次々とアクセス
することができる。ＷＷＷは、このような操作の簡単さ
のために近時めざましい普及をみせている。

【００２１】そしてこのＷＷＷシステムは、ＴＣＰ／Ｉ
Ｐプロトコルの上に構築されたＨＴＴＰプロトコルでフ
ァイルオブジェクトを転送している。

【００２２】ＨＴＴＰプロトコルを実施する上において
は、特開平４−３１３１２６号公報に記載されたような
ゲートウェイ計算機によりファイルオブジェクトを中継
転送することが広く行なわれている。データは、ゲート
ウェイ装置にキャッシュされる。またＷＷＷシステムで
は、ファイルオブジェクトの中継転送においてステール
データが発生することは容認されている。すなわちゲー
トウェイ計算機にキャッシュされている内容が、サーバ
計算機の当該ファイルオブジェクトと一致していない場
合を許容している。

【００２３】キャッシュファイル内のステールデータの
率をステールデータ率と呼ぶこととする。何らかの方式
でキャッシュファイルの内容を更新しない限り、ステー
ルデータ率は増加する。一般にキャッシュファイルのス
テールデータ率が増加すると、クライアント計算機を操
作しているユーザは、内容が古いと自主的に判断して、
ファイルオブジェクトをサーバ計算機から再度ロードす
ることを試みる。この場合、キャッシュファイルの内容
を利用しないプロトコルが用いられる。この結果、ゲー
トウェイ計算機内のキャッシュファイルシステムが意味
を持たなくなる傾向がある。

【００２４】一方で、このようなステールデータの発生
を容認するプロトコルの利点もある。クライアント計算
機が、サーバ計算機のファイルオブジェクトのアクセス
をゲートウェイ計算機に中継依頼してアクセスを行なっ
た場合、ゲートウェイ計算機のキャッシュファイルにヒ
ットした場合には、キャッシュファイルからファイルオ
ブジェクトが読出されてクライアント計算機に転送され
る。サーバ装置に対する当該ファイルオブジェクトの変
更時刻の問合せは不要である。そのため短時間にファイ
ルオブジェクトがキャッシュから取出され、クライアン
トに返送される。

【００２５】ＨＴＴＰプロトコルのようにステールデー
タを容認するネットワークファイルプロトコルは、全地
球的な広域ネットワークで利用される上で有利な点を有
している。すなわち、ゲートウェイ装置のキャッシュに
当該ファイルオブジェクトがキャッシュされていれば、
サーバ装置に対するアクセスが発生しない。その結果応
答時間短縮を図ることができるという有利な点を持って
いる。

【００２６】上述のようにネットワーク上のファイルオ
ブジェクトのアクセスを高速化し、かつインターネット
のトラフィックを低減させるゲートウェイ計算機は特に
「ｐｒｏｘｙサーバ装置」とも呼ばれている。

【００２７】「ｐｒｏｘｙ」とは「代理人」という意味
である。ｐｒｏｘｙサーバ装置は、その名のとおり、ク
ライアント計算機がネットワーク上のサーバ計算機のフ
ァイルオブジェクトにアクセスする場合に、そのアクセ
ス要求をサーバ計算機を代理して受付け、ファイルオブ
ジェクトの転送を中継する機能を果たす。ｐｒｏｘｙサ
ーバ装置の概念を図１６を参照して説明する。

【００２８】ｐｒｏｘｙサーバ装置１３は、たとえばあ
る企業内に用いられた内部ネットワーク２３と、その企
業外の外部ネットワーク（インターネットなど）２５と
の間に介在して設けられるものである。内部ネットワー
ク２３は複数個のクライアント計算機２４を含み、外部
ネットワーク２５は、同じく複数個のサーバ計算機１１
を含んでいる。各サーバ計算機１１は、ファイルオブジ
ェクト１２を保有している。

【００２９】ｐｒｏｘｙサーバ装置１３は、キャッシュ
ファイル１６と、クライアント計算機からリード要求１
９を受け、キャッシュファイル１６内に当該ファイルオ
ブジェクトが存在する場合にはそのファイルオブジェク
トをデータ２０として返送し、キャッシュファイル１６
内に当該ファイルオブジェクトの有効なものが存在しな
い場合には外部ネットワーク２５を介してサーバ計算機
１１に対するリード要求１７を発行し、対応するファイ
ルオブジェクトをデータ１８として受けてクライアント
計算機２４に対して返送するｐｒｏｘｙプロセス１４
と、ｐｒｏｘｙプロセス１４によるファイルオブジェク
トの転送記録を記録するアクセスログ１５とを含む。ｐ
ｒｏｘｙプロセス１４は、サーバ計算機１１からファイ
ルオブジェクトを取得したときには、当該ファイルオブ
ジェクトをキャッシュファイル１６にも新たに書込む機
能を有している。

【００３０】このｐｒｏｘｙサーバ装置１３は次のよう
に動作する。まず、内部ネットワーク２３内のクライア
ント計算機２４が、外部ネットワーク２５上のサーバ計
算機１１のファイルオブジェクト１２に対するリード要
求１９をｐｒｏｘｙサーバ装置１３内のｐｒｏｘｙプロ
セス１４に対して発行する。ｐｒｏｘｙプロセス１４は
このリード要求１９に応答して、キャッシュファイル１
６をアクセスし、キャッシュファイル中に当該ファイル
オブジェクトのキャッシュデータがあるか否かを判定す
る。当該ファイルオブジェクトがキャッシュされていれ
ば、ｐｒｏｘｙサーバ装置１３固有のキャッシュファイ
ル有効期限と、キャッシュされたファイルオブジェクト
の最終変更時刻とを比較する。キャッシュが有効期限内
であれば、キャッシュファイルからファイルオブジェク
ト読出（２２）、そのデータ２０を内部ネットワーク２
３のリード要求１９を発行したクライアント計算機２４
に対して返送する。

【００３１】キャッシュファイル１６内に該当ファイル
オブジェクトが存在しない場合、および存在していたと
しても有効期限が過ぎている場合には、キャッシュファ
イル１６内に有効なファイルオブジェクトが存在しない
ものと判定される。その場合、ｐｒｏｘｙプロセス１４
は、外部ネットワーク２５のサーバ計算機１１に対し
て、ファイルオブジェクト１２の読出要求１７を発行す
る。これに応答してサーバ計算機１１は、ファイルオブ
ジェクト１２をデータ１８としてｐｒｏｘｙプロセス１
４に返送する。ｐｒｏｘｙプロセス１４は、ログファイ
ル１５にアクセスログとして、ファイルオブジェクト名
称（すなわちネットワークプロトコル名称と、サーバ計
算機のネットワークアドレス名称と、ファイル名称との
組）と、ファイルオブジェクトのデータの実体（すなわ
ちファイルオブジェクトそのもの）と、書込時刻とを書
込む（２６）。

【００３２】ｐｒｏｘｙプロセス１４はさらに、内部ネ
ットワーク２３内のクライアント計算機２４にデータ２
０を転送し、かつキャッシュファイル１６に、当該ファ
イルオブジェクトを書込む（２１）。

【００３３】したがってキャッシュファイル１６内に
は、ファイルオブジェクト名称と、ファイルオブジェク
トの実体と、ファイルオブジェクトをサーバ装置から取
得した時刻（最終変更時刻）とが記録されている。

【００３４】ｐｒｏｘｙサーバ装置は、ヨーロッパ原子
核物理研究所ＣＥＲＮで開発されたｈｔｔｐｄや、日本
の電子技術総合研究所の佐藤豊氏の開発されたＤｅｌｅ
Ｇａｔｅなどのソフトウェアを、ネットワーク接続され
たＵＮＩＸの動くコンピュータ上で実行することにより
実現されることが一般的である。

【００３５】ｐｒｏｘｙサーバ装置の物理構成を図１７
に示す。ｐｒｏｘｙサーバ装置は、ＵＮＩＸの動作する
ワークステーション２００により構成される。ワークス
テーション２００は、ＣＰＵ（中央処理装置）２０２
と、ＣＰＵ２０２に対して内部バス２０４により接続さ
れるメモリ２０６と、ファイル用のＩ／Ｏ（入出力）装
置２０８と、ルータ２１０を介して外部ネットワークに
接続される第１ネットワークＩ／Ｏインタフェース２１
２と、内部ネットワークに接続される第２ネットワーク
Ｉ／Ｏインタフェース２１４とを含む。Ｉ／Ｏ装置２０
８には、キャッシュファイルの蓄積、アクセスログ、お
よび各種ワークファイルの記憶場所として使用されるフ
ァイル部２１６が接続されている。

【００３６】このワークステーション２００は、ＣＰＵ
２０２が、上述したｈｔｔｐｄやＤｅｌｅＧａｔｅとい
うソフトウェアを実行することによりｐｒｏｘｙサーバ
装置１３を実現する。

【００３７】図１８は、ｐｒｏｘｙサーバ装置の他の構
成例を示す図である。このｐｒｏｘｙサーバ装置はワー
クステーション３００からなっている。ワークステーシ
ョン３００は、概略、図１７のワークステーション２０
０と同様の構成であるが、図１７の第２ネットワークＩ
／Ｏインタフェース２１４に代えて、モデム装置３０４
に接続されるシリアルポート３０２を有している点が異
なっている。そしてこのワークステーション３００は、
モデム装置３０４および公衆電話回線網３０６を介して
内部ネットワークに接続されている。

【００３８】図１８において、図１７と同一の部品には
同一の参照番号を付している。それらの名称および機能
も同一である。したがって、ここではそれらについての
詳しい説明は繰返さない。

【００３９】図１９にｐｒｏｘｙサーバ装置のさらに他
の構成例を示す。図１９のｐｒｏｘｙサーバ装置も、同
じくワークステーション４００により実現される。この
ワークステーション４００は、概略、図１７に示される
ワークステーション２００と同様の構成であるが、第１
ネットワークＩ／Ｏインタフェース２１２および第２ネ
ットワークＩ／Ｏインタフェース２１４に代えて、内部
ネットワーク２３に接続された１つのネットワークＩ／
Ｏインタフェース４０２を有している点で異なってい
る。内部ネットワーク２３は、ルータ２１０を介して外
部ネットワーク２５に接続されており、また複数個のク
ライアント計算機２４にも接続されている。ワークステ
ーション４００は、内部ネットワーク２３およびルータ
２１０を介して外部ネットワーク２５のサーバ計算機１
１と通信するとともに、内部ネットワーク２３およびク
ライアント計算機２４を介してユーザ３１と通信するこ
とができる。

【００４０】図１９と図１７とにおいて、同一の部品に
は同一の参照符号および名称を与えている。それらの機
能も同一である。したがって、ここではそれらについて
の詳しい説明は繰返さない。

【００４１】ｐｒｏｘｙサーバ装置は、既に述べたよう
に中継データのキャッシュ機構を有する。すなわち、ｐ
ｒｏｘｙサーバ装置はその内部に存在するキャッシュフ
ァイル装置に、中継するファイルオブジェクトのデータ
をキャッシュする。

【００４２】ｐｒｏｘｙサーバ装置のキャッシュファイ
ルには、ｐｒｏｘｙサーバ装置固有の有効期限が定めら
れている。ファイルオブジェクトがキャッシュに書込ま
れてから有効期限内に、同じサーバ計算機上のファイル
オブジェクトへのアクセス要求をクライアント計算機か
ら受取った場合には、キャッシュファイルに以前に書込
まれたファイルオブジェクトを取出してクライアント計
算機に転送する。これによりサーバ計算機に対するアク
セスは発生しない。

【００４３】このようなゲートウェイ装置によるキャッ
シュの効果を以下具体的に説明する。ｐｒｏｘｙサーバ
装置はある会社組織に設置し、外部のネットワークとは
６４ｋｂｐｓの速度で接続するものとする。また、この
ｐｒｏｘｙサーバ装置は一方で、１０Ｍｂｐｓの速度の
会社組織内のローカルエリアネットワークに接続される
ものとする。外部と内部のネットワークの速度差は１桁
以上ある。このような例はよく見られる例であり、その
典型的な例が図１９に示す構成である。

【００４４】このとき、ｐｒｏｘｙサーバ装置で中継フ
ァイルオブジェクトをキャッシュするものとして、キャ
ッシュのヒット率をＨｉｔｒａｔｅとする。Ｈｉｔｒａ
ｔｅは、ファイルオブジェクトに対するアクセス要求に
対してキャッシュが１００％ヒットするとき１であり、
０％ヒットするとき０になる指数である。

【００４５】なお、ｐｒｏｘｙサーバ装置におけるキャ
ッシュファイルからのデータ読出およびキャッシュファ
イルへのデータ書込速度は、ネットワーク速度に比べて
十分高速であるものとする。すなわち、キャッシュファ
イルに対するファイルオブジェクトの入出力に要する時
間は無視できるものとする。

【００４６】このとき、外部ネットワークにあるファイ
ルオブジェクトを内部からアクセスするときの平均アク
セス速度Ｖａｖｅは次の数１によって表わされる。

【００４７】

【数１】

【００４８】キャッシュファイルが存在しない場合、Ｈ
ｉｔｒａｔｅは０である。したがって平均速度（ｋｂｐ
ｓ）は、数１から外部ネットワークのアクセス速度６４
ｋｂｐｓと等しくなる。また、Ｈｉｔｒａｔｅが１であ
れば、すなわち１００％キャッシュファイルにヒットす
るのであれば、平均速度（ｋｂｐｓ）は、内部ネットワ
ークの速度と等しく１０，０００ｋｂｐｓ（＝１０Ｍｂ
ｐｓ）となる。つまり、ヒット率が高いほどクライアン
ト計算機から見た平均アクセス速度は高くなる。ヒット
率と平均アクセス速度との関係を示す数１をグラフ化し
たものを図２０に示す。

【００４９】ところで、キャッシュヒット率は、キャッ
シュファイルの量に依存している。すなわち、ファイル
オブジェクトをなるべくたくさんキャッシュファイルの
中に蓄積しておけば、再びアクセスされたファイルオブ
ジェクトやキャッシュファイル中に含まれる確率は高
く、ヒット率は高くなる。そうした関係を示すものとし
て、キャッシュヒット率と、キャッシュファイルの蓄積
量との関係を図２１にグラフとして示す。図２１に示す
ように、キャッシュファイルサイズを小さくすればキャ
ッシュヒット率は０に近く、キャッシュファイルサイズ
を大きくすればキャッシュヒット率は徐々に上昇する。

【００５０】ｐｒｏｘｙプロセスにおいては、キャッシ
ュファイルの内容を維持する方式として、最初のファイ
ルアクセスによる書込が起きてから一定期間経過したフ
ァイルオブジェクトを無効としていく制御方式が取られ
ている。この一定期間を有効期限と呼んでいる。この有
効期限は、ｐｒｏｘｙサーバ装置を管理する者が実情に
合わせて適切な値を設定する。有効期限を長く取れば、
キャッシュファイルに蓄積されるデータ量は増加する。
その結果、キャッシュのヒット率は高くなる。すなわ
ち、キャッシュのヒット率を上げるには、キャッシュの
有効期限を長く取ればよい。

【００５１】なお、キャッシュファイルを格納するファ
イル装置の記憶容量は有限であるから、有効期限を無制
限に長くするわけにはいかない。有効期限が過ぎたキャ
ッシュファイルは、何らかのタイミングで消去される。
このようにキャッシュファイルを消去するまでの時間
を、この明細書では消去時間と呼ぶことにする。

【００５２】本願発明者の実験によれば、キャッシュ有
効期限とキャッシュファイルに蓄積されるファイル量と
ほぼ比例する。この関係を図２２に示す。これは、内部
ネットワークから外部ネットワークへのアクセス量が、
日によらずほぼ一定であるためである。したがって次の
ような関係が成り立つ。

【００５３】

【数２】

【００５４】この関係から、図２２に示したように、キ
ャッシュ有効期限を増やすとキャッシュのヒット率が高
まることがわかる。

【００５５】キャッシュ有効期限とファイルオブジェク
トの量との関係は、クライアント計算機を利用する内部
ユーザが、外部ネットワーク上のサーバ計算機のファイ
ルオブジェクトをアクセスする頻度によって異なる。キ
ャッシュ有効期限とキャッシュファイル蓄積量とは、ほ
ぼ比例するものの、その比例係数はネットワーク速度、
内部クライアント計算機ユーザ数などの使用環境により
変動する。

【００５６】なお、キャッシュファイル１日程度の有効
期限では、キャッシュヒット率は１２％程度である。有
効期限を１４日にするとキャッシュヒット率は４１％程
度になることが経験されている。有効期限１４日のとき
にはファイルオブジェクトが７００ＭＢ程度キャッシュ
ファイルに蓄積されていることが観察されている。

【００５７】また、近年ローカルネットワークの規模が
大きくなり、接続されるクライアント計算機の数が増大
するにつれ、またはクライアント計算機の読出要求が増
大するにつれて、単一のｐｒｏｘｙサーバ計算機では、
各クライアント計算機からの要求に十分に応えることが
難しくなってきている。そこで、複数のｐｒｏｘｙサー
バ計算機を組合せて、ファイルオブジェクトに対するア
クセス処理の効率の向上を図る方式が提案されており実
施されている。

【００５８】図２３は、複数のｐｒｏｘｙサーバ計算機
を用いたシステムの構成例である。ｐｒｏｘｙサーバ計
算機５０１は、広域ネットワークとローカルネットワー
ク間の中継を行ない、ファイルオブジェクトをキャッシ
ュする。このｐｒｏｘｙサーバ計算機５０１は、以後２
次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機と呼ぶ。これに対
して、ｐｒｏｘｙサーバ計算機５０３〜５０８は、１次
キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機と呼ばれ、さらに分
割されたローカルネットワークに接続されるクライアン
ト計算機２４と２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
５０１間の中継およびファイルオブジェクトのキャッシ
ュを行なう。

【００５９】たとえば、クライアント計算機２４から１
次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５０４に対してフ
ァイルオブジェクトに対する読出要求を出力したとす
る。このとき、１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
５０４のキャッシュファイル５１０内に有効なファイル
オブジェクトが存在する場合、１次キャッシュｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機５０４は、キャッシュファイル５１０よ
りファイルオブジェクトを取出し、読出要求を出したク
ライアント計算機２４に送信する。

【００６０】また、１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計
算機５０４に有効なファイルオブジェクトが存在しなか
った場合、クライアント計算機２４からの読出要求は２
次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５０１に中継され
る。２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５０１は、
同様にキャッシュファイル５０２内の有効なファイルオ
ブジェクトの有無をチェックし、当該ファイルオブジェ
クトが存在すれば１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算
機５０４に送出し、存在しなければ読出要求を広域ネッ
トワーク６１を介してサーバ計算機１１に中継する。

【００６１】以降の処理は、単体のｐｒｏｘｙサーバ計
算機と同様であるので、ここではその詳しい説明は繰返
さない。

【００６２】この方式によって、各々の１次キャッシュ
ｐｒｏｘｙサーバ計算機５０３〜５０８は、クライアン
ト計算機を分担して受け持つことができ、負荷の分散が
図れる。また、２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
５０１も、各１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５
０３〜５０８でキャッシュされていなかったファイルオ
ブジェクトに関してのみ処理を行なえばよいので、負荷
の軽減が図れる。具体的には、全体でＮ台のクライアン
ト計算機２４が存在する場合、従来の方式ではｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機は、Ｎ台のクライアント計算機の要求を
処理する必要があったが、この方式では数３で算出され
る台数分のクライアント計算機からの要求を処理すれば
よいことになる。

【００６３】

【数３】

【００６４】しかしながら、この方式では１台の２次キ
ャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５０１が広域ネットワ
ーク６１に接続されるサーバ計算機１１との中継をすべ
て行なっており、本質的な負荷の分散が達成されている
とは言い難い。

【００６５】また、キャッシュファイルの使用にも無駄
が多い。すなわち、１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計
算機群５０３〜５０８の有するファイルオブジェクトの
内容はすべて２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５
０１も保持していると考えられる。これは、中継経路上
にある２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機５０１と
１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算５０３〜５０８で
は必ずファイルオブジェクトがキャッシュされるからで
ある。また、各１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
同士でも、別の１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
に接続されるクライアント計算機が同一のファイルオブ
ジェクトを読出している場合、同一のファイルオブジェ
クトを重複して持っている可能性が高い。

【００６６】したがって、分散ファイルシステム全体で
のキャッシュ容量は２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計
算機５０１のキャッシュファイル５０２の容量であると
いえるので、１台の２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計
算機だけではキャッシュファイルの容量には限界がある
といえる。

【００６７】このような問題を解決するために、図２４
のような方式が提案され実施されている。

【００６８】この方式では、図２３の２次キャッシュｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機５０１に相当するｐｒｏｘｙサー
バ計算機は存在しない。各ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０
１〜６０６は、クライアント計算機群を分担して受け持
っている。たとえば、ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２に
接続されたクライアント計算機２４からの読出要求は、
ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２に受信される。ここで、
ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２のキャッシュファイル６
０８に有効なファイルオブジェクトが存在する場合、当
該ファイルオブジェクトを取出し、読出要求を出したク
ライアント計算機２４に送出する。

【００６９】ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２のキャッシ
ュファイル６０８に有効なファイルオブジェクトが存在
しなかった場合、ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２はロー
カルネットワーク６００に接続される他のｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機６０１，６０３〜６０６に対し、それぞれに
接続されるキャッシュファイル６０７，６０９〜６１２
内に有効なファイルオブジェクトを保持しているかどう
かを問合せる。有効なファイルオブジェクトを保持して
いるｐｒｏｘｙサーバ計算機が存在する場合には、たと
えば、ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０５がキャッシュファ
イル６１１に有効なファイルオブジェクトを保持してい
る場合、ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０５はｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機６０２に対してファイルオブジェクトを送信
し、ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０２は当該ファイルオブ
ジェクトを読出要求を出したクライアント計算機２４に
送出する。

【００７０】ローカルネットワーク６００に接続された
ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０１，６０３〜６０６のキャ
ッシュファイル６０７，６０９〜６１２に有効なファイ
ルオブジェクトが存在しなかった場合、ｐｒｏｘｙサー
バ計算機６０２は広域ネットワーク６１を経由して、サ
ーバ計算機１１にクライアント計算機２４からの読出要
求を中継する。

【００７１】以降の処理は、単体のｐｒｏｘｙサーバ計
算機と同様であるので、ここでの詳細な説明は繰返さな
い。

【００７２】この方式により、同一のファイルオブジェ
クトを複数のｐｒｏｘｙサーバ計算機が保持することが
なくなり、キャッシュファイルの有効利用が図れる。ま
た、分散ファイルシステム全体でのキャッシュ容量は、
全ｐｒｏｘｙサーバ計算機６０１〜６０６のキャッシュ
ファイル６０７〜６１２の容量の合計となり、キャッシ
ュの大容量化が図れる。したがって、高いキャッシュヒ
ット率が期待でき、実行転送速度の向上が期待できる。

【００７３】また、図２５のような方式も提案され実施
されている。図２３の方式との違いは、２次キャッシュ
ｐｒｏｘｙサーバ計算機７０５〜７０７が複数台用意さ
れ、１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機７１１〜７
１６が２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機７０５〜
７０７にクライアント計算機群からの読出要求を中継す
る場合、その読出要求の要求先であるサーバ計算機７０
１，７０２のアドレス名称によって、たとえば、名称が
ｘｘｘ．ｅｄｕならばｅｄｕドメインサーバ計算機７０
２に対する読出要求と判断して、ｐｒｏｘｙサーバ計算
機７０５にアクセス要求を出力する。また、名称がｙｙ
ｙ．ｃｏｍならばｃｏｍドメインサーバ計算機７０２に
対する読出要求と判断してｐｒｏｘｙサーバ計算機７０
６にアクセス要求を出力する。このように、末尾のドメ
イン名称（ｅｄｕ，ｃｏｍ等）による簡単なルールでア
クセス要求を中継する２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ
計算機７０５〜７０７を選択している。

【００７４】その他の処理は単一のｐｒｏｘｙサーバ計
算機と同一であるので、ここでの詳細な説明は繰返さな
い。

【００７５】これにより、同一の２次キャッシュｐｒｏ
ｘｙサーバ計算機に読出要求が集中することがなくな
り、負荷の分散が図れる。この方式においても、同一の
ファイルオブジェクトを複数の２次キャッシュｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機が保持する必要はなく、キャッシュファ
イルの有効利用が図れる。また、分散ファイルシステム
全体でのキャッシュ容量は全２次キャッシュｐｒｏｘｙ
サーバ計算機のキャッシュファイルの容量の合計とな
り、キャッシュの大容量化が図れる。したがって、高い
キャッシュヒット率が期待でき、実行転送速度の向上が
期待できる。

【００７６】

【発明が解決しようとする課題】上述したｐｒｏｘｙサ
ーバ装置においては、キャッシュ有効期限をある程度の
長さに設定することによりキャッシュファイルに蓄積さ
れるファイルオブジェクトの容量が増え、キャッシュヒ
ット率が高まり効率的なファイルオブジェクトの転送が
可能になる。

【００７７】しかし、一方、サーバ計算機のファイルオ
ブジェクトの内容は、修正変更されることがあるため、
キャッシュファイルの有効期限が長いと、その期間内は
サーバ計算機内のファイルオブジェクトの内容が変更さ
れているにもかかわらず、内部ネットワークのクライア
ント計算機のユーザはキャッシュファイルに蓄積された
古い内容のファイルオブジェクトを読出すことになる。

【００７８】たとえば、天気図や電子新聞等のファイル
オブジェクトは、同一のファイルオブジェクト名称であ
りながら数時間おきに情報更新されるものが多い。した
がって、たとえば、キャッシュ有効期限を２４時間とす
ると、３時間おきに更新される天気図、電子新聞などの
情報は７／８以上の確率で古くて役に立たない情報とな
ってしまう。

【００７９】図２6 は、このような従来のｐｒｏｘｙサ
ーバ装置におけるキャッシュ制御のデータの流れをタイ
ムチャートにしたものである。Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅ等の
名称は同一ファイルオブジェクト名称でありながら内容
が異なるデータであることを示している。クライアント
計算機がｐｒｏｘｙサーバ装置経由でアクセス（ユーザ
アクセス（１））すると、サーバ計算機のファイルオブ
ジェクトの内容Ｂがｐｒｏｘｙサーバ計算機によってキ
ャッシュされ、クライアント計算機にはＢが転送され
る。次に、クライアント計算機からユーザアクセス
（２）が送信されると、ｐｒｏｘｙサーバ装置にキャッ
シュされている内容Ｂは２４時間有効なので、キャッシ
ュヒットしてファイルオブジェクトの内容Ｂがクライア
ント計算機に転送される。しかしこのときには、既にサ
ーバ計算機内では内容がＥとなっているのに、クライア
ント計算機はＢという内容の古いデータを見ていること
になる。

【００８０】このようなキャッシュファイルの内容のう
ち、外部ネットワークに接続されたサーバ計算機内に存
在する元のデータが変更されている割合をステールデー
タ率（stale date rate ）と呼ぶ。したがって、キャッ
シュ有効期限を増やすとキャッシュファイルに蓄積され
るファイルオブジェクトの容量が増加してキャッシュヒ
ット率が高くなるが、キャッシュファイル内の内容のス
テールデータ率が増加することになる。

【００８１】上述したＣＥＲＮのｈｔｔｐｄソフトウェ
アで構成されるｐｒｏｘｙサーバ装置であれば、特定の
サーバ計算機のファイルオブジェクトのキャッシュ有効
期限を小さくできるが、この方法ではクライアント計算
機がファイルオブジェクトにアクセスを行なうと、キャ
ッシュ有効期限が短いためキャッシュにミスヒットして
からサーバ計算機にファイルオブジェクトに対するアク
セスを行なうことになる。したがって、クライアント計
算機のユーザは、ｐｒｏｘｙサーバ計算機によるキャッ
シュの恩恵を受けられず、広域ネットワークによる低速
なファイルオブジェクト転送が終了するまで待たされる
ことになる。

【００８２】したがって上述した従来の技術では、キャ
ッシュファイルの中のファイルオブジェクトの内容の新
鮮さとキャッシュヒット率の維持はそれぞれ相反する問
題となる。

【００８３】一般に、キャッシュファイルのステールデ
ータ率が増加すると、クライアント計算機のユーザは内
容が古いはずであると自主的に判断してファイルオブジ
ェクトをサーバ計算機から直接ロードするようになる。
この場合キャッシュファイルを通り越して、実際にサー
バ計算機からロードすることを指定するプロトコルが利
用される。その結果、ｐｒｏｘｙサーバ計算機のキャッ
シュファイルが意味を持たなくなることになる。

【００８４】また、従来よりｐｒｏｘｙサーバ計算機の
負荷を分散する方法として、上述したように図２３〜図
２５の方式が提案されている。しかしいずれの場合にも
十分に負荷が分散されているとはいえない。図２３に示
す方式では、１台の２次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計
算機５０１が広域ネットワークに接続されているサーバ
計算機との中継をすべて行なっているので、負荷の分散
が達成されているとはいえない。

【００８５】図２４の方式では、ｐｒｏｘｙサーバ計算
機６０１〜６０６と広域ネットワーク６１との間の経路
が多重化されていない。また、ローカルネットワーク６
００に接続されるｐｒｏｘｙサーバ計算機６０１〜６０
６は、この方式に対応した特殊なプロトコルを理解する
ものに置き換える必要がある。

【００８６】図２５の方式では、１次キャッシュｐｒｏ
ｘｙサーバ計算機７１１〜７１６は、ドメイン名等の単
純なルールで分散を行なうので、２次キャッシュｐｒｏ
ｘｙサーバ計算機７０５〜７０７間での負荷の偏りが生
じる。

【００８７】本発明は、上記問題点を解決するためにな
されたもので、請求項１に記載の発明の目的は、キャッ
シュファイルの内容を新鮮に保つとともに、キャッシュ
ヒット率も向上させることである。

【００８８】請求項２に記載の発明の目的は、キャッシ
ュファイルの内容のうちサーバ計算機における更新頻度
の高いファイルオブジェクトを新鮮に保つとともに、キ
ャッシュヒット率も向上させることである。

【００８９】請求項３に記載の発明の目的は、通常のユ
ーザの利用に悪影響を与えることなく、キャッシュファ
イルの内容を新鮮に保つとともに、キャッシュヒット率
も向上させることである。

【００９０】請求項４から６に記載の発明の目的は、キ
ャッシュファイルの内容を新鮮に保つとともに、キャッ
シュヒット率も向上させることである。

【００９１】請求項７または８に記載の発明の目的は、
ファイルオブジェクトに対するアクセス要求を分散して
経路を有効に利用し、スループットを向上させることで
ある。

【００９２】請求項９から１１に記載の発明の目的は、
ファイルオブジェクトに対するアクセス要求を分散して
経路を有効に利用し、スループットを向上させ、さらに
ローカルネットワーク上の通信量を削減することであ
る。

【００９３】請求項１２に記載の発明の目的は、ファイ
ルオブジェクトに対するアクセス要求を分散して経路を
有効に利用し、スループットを向上させることである。

【００９４】

【課題を解決するための手段】請求項１に記載の発明
は、クライアント計算機が接続される第１のネットワー
クと、サーバ計算機が接続される第２のネットワークと
の間に介在するように設けられるゲートウェイ装置であ
って、第１のネットワークのクライアント計算機からの
ファイルオブジェクトに対するアクセス要求に応答し
て、当該ファイルオブジェクトにより指定される第２の
ネットワークのサーバ計算機に対して、当該ファイルオ
ブジェクトに対するアクセス要求を行なうネットワーク
中継手段を含み、ネットワークファイル中継手段は、取
得したファイルオブジェクトを所定の有効期限が経過す
るまで一時的に蓄積するとともに、最終変更時刻をファ
イルオブジェクト単位で記録するためのキャッシュファ
イル手段と、過去の一定期間内に行なわれたファイルオ
ブジェクトの転送記録を蓄積するファイル転送記録手段
と、ファイルオブジェクトに対するアクセス要求に応答
して当該ファイルオブジェクトの最終変更時刻を参照
し、有効期限内のファイルオブジェクトがキャッシュフ
ァイル手段に存在する場合は当該ファイルオブジェクト
をクライアント計算機に転送し、有効期限内のファイル
オブジェクトがキャッシュファイル手段に存在しない場
合には当該ファイルオブジェクトにより指定されるサー
バ計算機の当該ファイルオブジェクトを取得してクライ
アント計算機に転送するための転送手段とを含み、ゲー
トウェイ装置はさらに、ファイル転送記録手段から所定
の規則に従って転送記録を抽出し、当該転送記録のファ
イルオブジェクトを第２のネットワークのサーバ計算機
から取得してキャッシュファイル手段に格納するための
キャッシュ更新手段を含む。

【００９５】ネットワークファイル中継手段によって転
送されたファイルオブジェクトは、所定の規則に従って
キャッシュ更新手段により更新される。キャッシュ更新
手段は、有効期限が切れたものはもちろん、有効期限内
のファイルオブジェクトも第２のネットワークのサーバ
計算機から取得してキャッシュファイル手段に格納す
る。そのため、キャッシュの有効期限を長めに取ってお
いても、キャッシュの有効期限よりも短い間隔で変更さ
れるサーバ計算機のファイルオブジェクトがキャッシュ
に反映される確率は高くなる。

【００９６】請求項２に記載のゲートウェイ装置は、請
求項１に記載のゲートウェイ装置であって、キャッシュ
更新手段はさらに特定の文字列パターンを予め記憶する
ための文字列パターン記憶手段を含み、キャッシュ更新
手段は特定の文字列パターンと一致するファイルオブジ
ェクト名称を含む転送記録をファイル転送記録手段から
抽出し、当該ファイルオブジェクトを第２のネットワー
クのサーバ計算機から取得してキャッシュファイル手段
に格納する。

【００９７】キャッシュ更新手段は、特定の文字列パタ
ーンと一致するファイルオブジェクトのみ更新アクセス
を行なうので、予めファイルオブジェクトの更新頻度の
高いファイルオブジェクト名称を登録しておけば不要な
キャッシュ更新アクセスを削減でき、キャッシュファイ
ルの内容を新鮮に保つとともにキャッシュヒット率も向
上させることができる。

【００９８】請求項３に記載のゲートウェイは、請求項
１に記載のゲートウェイ装置であって、ネットワークフ
ァイル中継手段は、各々が第１のネットワークのクライ
アント計算機からのファイルオブジェクトのアクセス要
求を処理するための第１の転送プロセスを複数個、同時
並列的に起動させ、キャッシュ更新手段は各々が１つの
ファイルオブジェクトの取得を行なうための第２の転送
プロセスを複数個、同時並列的に起動させ、かつ第１の
転送プロセスの数を検知して、第１の転送プロセスの数
と第２の転送プロセスの数との和が予め定められる上限
以下となるように第２の転送プロセスの新たな起動を制
御する。

【００９９】第１のプロセスが多数発生しているときは
第２のプロセスの起動を抑制し、第１のプロセスが僅か
しか発生していないときには第２のプロセスを多数起動
させることができるので、通常のユーザによるファイル
オブジェクトのアクセス要求が、キャッシュ更新手段に
よる悪影響を受けることがない。また、通常のユーザに
よるアクセス要求が少ないときには随時更新処理が行な
えるので、キャッシュの新鮮さを保つことができる。

【０１００】請求項４に記載のゲートウェイ装置は、請
求項１に記載のゲートウェイ装置であって、キャッシュ
更新手段はファイル転送記録手段の中から、キャッシュ
ファイル手段からキャッシュヒットしたファイルオブジ
ェクトの転送記録を抽出し、当該ファイルオブジェクト
を第２のネットワークのサーバ計算機から取得してキャ
ッシュファイル手段に格納する。

【０１０１】ユーザによるアクセス要求がキャッシュに
ヒットした場合、、キャッシュ更新手段はその直後にサ
ーバ計算機へファイルオブジェクトのアクセス要求を行
なう。したがって別ユーザが同一ファイルオブジェクト
をアクセスした場合、最新のファイルオブジェクトが既
にキャッシュに格納されていることになる。

【０１０２】請求項５に記載のゲートウェイ装置は、請
求項１に記載のゲートウェイ装置であって、キャッシュ
更新手段はさらにファイル転送記録手段の末尾から転送
記録を順次読出して格納し、先に格納された転送記録か
ら順に出力するＦＩＦＯバッファ手段を含み、キャッシ
ュ更新手段はＦＩＦＯバッファ手段から転送記録を読出
して、当該転送記録のファイルオブジェクトを第２のネ
ットワークのサーバ計算機から取得してキャッシュファ
イル手段に格納する。

【０１０３】ＦＩＦＯバッファ手段は、ファイル転送記
録手段の末尾から転送記録を順次格納し出力するので、
キャッシュ更新手段の処理が容易になる。

【０１０４】請求項６に記載のゲートウェイ装置は、請
求項１に記載のゲートウェイ装置であって、キャッシュ
更新手段はファイル転送記録手段から抽出した転送記録
のファイルオブジェクトの前回の更新が所定時間以内で
あれば、第２のネットワークのサーバ計算機へのアクセ
スは行なわない。

【０１０５】キャッシュ更新手段は、所定時間以内に再
び同じファイルオブジェクトに対するアクセス要求があ
った場合に後のアクセス要求に対するキャッシュ更新処
理を行なわない。このことによって、不要なキャッシュ
更新アクセスを削除し、無駄なトラフィックを抑制して
回線を有効に使うことができる。

【０１０６】

【０１０７】

【０１０８】

【０１０９】

【０１１０】

【０１１１】

【０１１２】

【０１１３】

【０１１４】

【０１１５】

【０１１６】 請求項７に記載の発明は、クライアント
計算機とサーバ計算機とキャッシュサーバ計算機とが少
なくとも１つのネットワークを含むネットワーク網上に
構成され、該ネットワーク網に接続されるゲートウェイ
装置であって、クライアント計算機からのファイルオブ
ジェクトに対するアクセス要求に対して、当該アクセス
要求に含まれるファイルオブジェクトを特定するデータ
に基づいて、アクセス要求を出力すべきゲートウェイ装
置を決定する演算を行ない、当該演算結果に基づいてゲ
ートウェイ装置を選択し、この選択が他のゲートウェイ
装置であれば、当該アクセス要求を他のゲートウェイ装
置へ出力するための中継制御手段と、サーバ計算機から
取得したファイルオブジェクトを、所定の有効期限が経
過するまで一時的に蓄積するとともに、最終変更時刻を
ファイルオブジェクト単位で記録するためのキャッシュ
ファイル手段と、過去の一定時間内に行なわれたファイ
ルオブジェクトの転送記録を蓄積するためのファイル転
送記録手段と、中継制御手段が自身のゲートウェイ装置
を選択した場合と他のゲートウェイ装置からアクセス要
求を受信した場合に、ファイルオブジェクトに対するア
クセス要求に応答して当該ファイルオブジェクトの最終
変更時刻を参照し、有効期限内のファイルオブジェクト
がキャッシュファイル手段に存在する場合には当該ファ
イルオブジェクトをクライアント計算機に転送し、有効
期限内のファイルオブジェクトがキャッシュファイル手
段に存在しない場合には当該ファイルオブジェクトによ
り指定されるサーバ計算機の当該ファイルオブジェクト
を取得してクライアント計算機に転送するための転送手
段とを含む。

【０１１７】ゲートウェイ装置に、キャッシュサーバ計
算機を選択する機能と、ファイルオブジェクトをキャッ
シュする機能とを持たせることによって、ローカルネッ
トワーク上の通信量を削減し、キャッシュサーバ計算機
の負荷を軽減することを可能にしている。

【０１１８】

【発明の実施の形態】

［実施の形態１］本発明が適用されるゲートウェイ装置
（ｐｒｏｘｙサーバ装置と呼ぶ）は、ネットワークイン
タフェースを備えたＵＮＩＸ ＯＳの動作する計算機に
よって、以下の説明および図面を参照すれば容易に実現
可能である。そうしたｐｒｏｘｙサーバ装置の構成の一
例は、図１９に示したとおりである。図１９のｐｒｏｘ
ｙサーバ装置については既に説明したので、その構成に
ついての詳細な説明はここでは繰返さない。

【０１１９】通常は、ユーザ３１がクライアント計算機
２４を使用してｐｒｏｘｙサーバ装置（図１９における
ｐｒｏｘｙサーバ装置４００）に対して、サーバ計算機
１１のファイルオブジェクト１０にを取得するようネッ
トワーク２３を経由して依頼を出す。ファイルオブジェ
クト１２は、前述したようにプロトコル名称と、サーバ
計算機のネットワークアドレスと、ファイルオブジェク
トの名称と、ファイルデータの実体との組からなってい
る。

【０１２０】図１に本願発明に係るｐｒｏｘｙサーバ装
置の第１の実施の形態における装置５３のシステム構成
を示す。ｐｒｏｘｙサーバ装置５３は、内部ネットワー
ク２３および外部ネットワーク２５に接続された第１の
ｐｒｏｘｙプロセス１４と、第１のｐｒｏｘｙプロセス
１４が使用するキャッシュファイル１６と、第１のｐｒ
ｏｘｙプロセス１４が、アクセスログ（転送記録）とし
てファイルの名称を記録するアクセスログ１５と、アク
セスログ１５の末尾から順次取出して格納し、先に格納
されたアクセスログから順に出力するＦＩＦＯバッファ
３５と、予め作成されたアクセスパターンリストを格納
するパターンファイル３０と、ＦＩＦＯバッファ３５か
らアクセスログを取出してパターンファイル３０に格納
されたアクセスパターンと比較し一致する場合にはこの
アクセスログをメモリバッファＵＲＬＢＵＦ（ＵＲＬに
ついては後述する）に格納するキャッシュ更新プロセス
３６と、ＵＲＬＢＵＦに格納されたアクセスログに含ま
れるファイルオブジェクト名称をもとに、当該ファイル
オブジェクトをサーバ計算機１１から取得してキャッシ
ュファイル１６に格納する第２のｐｒｏｘｙプロセス３
４とを含む。

【０１２１】第１のｐｒｏｘｙプロセス１４と、第２の
ｐｒｏｘｙプロセス３４と、キャッシュ更新プロセス３
６とはいずれも、たとえば図１９に示すメモリ２０６内
にプログラムとして格納され、ＣＰＵ２０２によってこ
れを実行することにより実現される。

【０１２２】第１のｐｒｏｘｙプロセス１４が、特許請
求の範囲に記載の転送手段に相当し、キャッシュファイ
ル１６がキャッシュファイル手段に相当し、アクセスロ
グ１５がファイル転送記録手段に相当する。また、キャ
ッシュ更新プロセス３６と、パターンファイル３０と、
ＦＩＦＯバッファ３５と、第２のｐｒｏｘｙプロセス３
４とによりキャッシュ更新手段が構成される。

【０１２３】第２のｐｒｏｘｙプロセス３４は、本願発
明に係るゲートウェイ装置に特有なものであるが、次の
ような条件に従って起動される。

【０１２４】（１） 第２のｐｒｏｘｙプロセス３４
は、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４と共通のキャッシュ
ファイル１６を使用する。

【０１２５】（２） 第２のｐｒｏｘｙプロセス３４の
キャッシュ有効期限は０に設定される。すなわち、第２
のｐｒｏｘｙプロセスを経由するサーバ計算機１１への
アクセスは、必ず外部ネットワーク２５内のサーバ計算
機１１に対して行なわれ、ファイルオブジェクトを取得
してキャッシュファイル１６に格納する。

【０１２６】図１に示すｐｒｏｘｙサーバ装置５３の動
作について以下説明する。内部ネットワーク２３内のク
ライアント計算機２４が、このｐｒｏｘｙサーバ装置５
３に対してネットワークアクセス要求１９を与えるもの
とする。第１のｐｒｏｘｙプロセス１４が、このネット
ワークアクセス要求１９を受け取り、まずＩ／Ｏインタ
フェース２０２（図１７、図１８、図１９参照）を経由
してファイル装置２１６内に存在するキャッシュファイ
ル１６をアクセスする（２１）。また第１のｐｒｏｘｙ
プロセス１４は、このネットワークアクセス要求とキャ
ッシュファイル１６内のファイルオブジェクト名称とを
比較し（２２）、一致しているか否かを判定する。一致
したものがあれば第１のｐｒｏｘｙプロセス１４はさら
に、当該ファイルオブジェクトのキャッシュファイル１
６内の最終変更時刻を抽出し（２２）、現在の時刻と比
較する。そして現在の時刻が、当該ファイルオブジェク
トの最終変更時刻を起点とする有効期限内であれば、キ
ャッシュファイル１６から当該ファイルオブジェクトを
抽出し（２２）、ネットワークＩ／Ｏインタフェース４
０２を経由してクライアント計算機２４にファイルオブ
ジェクトを返す（２０）。

【０１２７】該当するファイルオブジェクトがキャッシ
ュファイル１６内に存在していない場合、または存在し
ていてもそのキャッシュ有効期限が切れている場合に
は、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４は、ネットワークＩ
／Ｏインタフェース４０２を経由して外部ネットワーク
２５のサーバ計算機１１にファイルオブジェクト転送要
求１７を送る。このときのサーバ計算機１１は、当該フ
ァイルオブジェクト内のネットワークアドレス名称によ
り特定される。

【０１２８】該当するサーバ計算機１１は、要求された
ファイルオブジェクトを第１のｐｒｏｘｙプロセス１４
に返送する（１８）。すなわちこのファイルオブジェク
トが第１のｐｒｏｘｙプロセス１４により取得される。

【０１２９】第１のｐｒｏｘｙプロセス１４は、このフ
ァイルオブジェクトをキャッシュファイル１６にその最
終変更時刻とともに書込み（２１）、アクセスログ１５
にこのファイルオブジェクトの名称を記録する（２
６）。

【０１３０】一方、本願発明のｐｒｏｘｙサーバ装置５
３は、キャッシュ更新プロセス３６と第２のｐｒｏｘｙ
プロセス３４とをＣＰＵ２０２により処理走行させてフ
ァイルオブジェクトを更新する点において従来のｐｒｏ
ｘｙサーバ装置と相違する。

【０１３１】キャッシュ更新プロセス３６および第２の
ｐｒｏｘｙプロセス３４は次のように動作する。第１の
ｐｒｏｘｙプロセス１４によってアクセスログファイル
１５に格納されたアクセスログの末尾からＦＩＦＯバッ
ファ３５に順に格納される（２８）。ＦＩＦＯバッファ
３５は、先に格納されたアクセスログから順に出力する
（２７）。キャッシュ更新プロセス３６は、ＦＩＦＯバ
ッファ３５からアクセスログを１行ずつ抽出し、メモリ
バッファに格納する。キャッシュ更新プロセス３６は、
メモリバッファからアクセスログを取出し、それぞれの
アクセスログをもとにキャッシュにヒットしているか否
かを判定する。キャッシュにヒットしていればさらに、
パターンファイル３０からアクセスパターンリストを抽
出し（２９）、アクセスログに含まれるファイルオブジ
ェクト名称がアクセスパターンリストと一致しているも
のを抽出する。またキャッシュ更新プロセス３６は、抽
出したファイルオブジェクトのうちファイルオブジェク
ト名称が特定のパターンに一致するものは除外して、こ
れをメモリバッファＵＲＬＢＵＦに格納する。

【０１３２】第２のｐｒｏｘｙプロセス３４は、ＵＲＬ
ＢＵＦが空でないならば、ＵＲＬＢＵＦに格納されたフ
ァイルオブジェクト名称をもとに（３１）、サーバ計算
機１１にアクセスし（３２）、当該ファイルオブジェク
トを取得して（３３）キャッシュファイル１６に格納す
る（３７）。これによりキャッシュファイル１６内のフ
ァイルオブジェクトが最新の内容に維持される。

【０１３３】このように、第２のｐｒｏｘｙプロセス３
４を起動すると、大きく次の２つの効果を得ることがで
きる。

【０１３４】（１） 第１のｐｒｏｘｙプロセス１４で
は、キャッシュファイルの有効期限がある値に設定され
ており、ファイルオブジェクトのキャッシュ更新処理を
この第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を用いて行なったと
すると、キャッシュファイル１６にヒットしてしまう可
能性が高い。これでは、外部ネットワーク２５のサーバ
計算機１１のファイルオブジェクトに対するアクセスが
行なわれないので、キャッシュファイル１６の更新が実
現できない。

【０１３５】一方、第２のｐｒｏｘｙプロセス３６は、
キャッシュ有効期限が０になっており、第２のｐｒｏｘ
ｙプロセス３６に対してアクセス要求を出せば、このキ
ャッシュファイルはミスヒットしたことになるので、外
部ネットワーク２５を介してサーバ計算機１１に対する
ファイルオブジェクトのアクセスが行なわれ（３２）、
当該ファイルオブジェクトは第２のｐｒｏｘｙプロセス
３４に転送される（３３）ことによって、キャッシュフ
ァイル１６中のファイルオブジェクトは最新の状態に更
新される。

【０１３６】（２） 第１のｐｒｏｘｙプロセス１４
は、アクセスログを残すが、このアクセスログをもとに
キャッシュ更新アクセスをするべきファイルオブジェク
トが抽出される。したがって、もしキャッシュ更新プロ
セス３６が第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を使用してサ
ーバ計算機１１のファイルオブジェクトのアクセスを行
なうと、その結果として生成されるアクセスログがアク
セスファイル１５に記録されてしまう。キャッシュ更新
プロセス３６は、次回の更新アクセス動作においてアク
セスログファイル１５に格納されたアクセスログをもと
にアクセスすべきファイルオブジェクト名称を抽出す
る。したがって、再度同じファイルオブジェクトをサー
バ計算機１１から取得することになり、同一のファイル
オブジェクトが多重に出現するループ動作が起きてしま
うことになる。これを避けるために第２のｐｒｏｘｙプ
ロセス３４を動作させ、第２のｐｒｏｘｙプロセス３４
を利用したキャッシュ更新アクセス動作を行なう。

【０１３７】本発明を非常に有効に適用できる例とし
て、インターネット上のＷＷＷシステムがある。ＷＷＷ
システム上でのｐｒｏｘｙサーバ装置において、本願発
明のキャッシュ更新プロセスを行なう手順を以下に説明
する。

【０１３８】ＷＷＷシステムでは、ネットワーク上に分
散したファイルオブジェクト名称はUniform Resource L
ocator（ＵＲＬ）と呼ばれる形式で表現され、特定され
る。ＵＲＬの一例を次に示す。

【０１３９】

【数４】

【０１４０】数４においては「ｈｔｔｐ」は使用するプ
ロトコルを示す。「ｗｗｗ．ｘｘｘ．ｃｏ．ｊｐ」は、
ネットワーク上のＨＴＴＰサーバ計算機のアドレスを示
すものであり、ネットワーク上で同一のものはないよう
選ばれている。また「／ｔｅｓｔ／ｉｎｄｅｘ．ｈｔｍ
ｌ」はサーバ計算機内のファイル名称を示す。

【０１４１】第１のｐｒｏｘｙプロセス１４として一般
に利用されているＤｅｌｅＧａｔｅを使用する場合は、
そのアクセスログの例は次のように、クライアント計算
機名称、時刻、“ＨＴＴＰプロトコル（ファイル取得要
求）”、その他、およびキャッシュヒット状況（キャッ
シュヒットした場合Ｈ）などとなる。以下に、そのアク
セスログの例を示す。

【０１４２】

【数５】

【０１４３】数５に示すアクセスログは、図２に示すよ
うな、出願人がインターネット上で公開している情報ペ
ージへアクセスした場合のアクセスログに相当する。図
２に示されるページは、テキストと、６個のグラフィッ
クデータとから構成されているので、このページに対す
るアクセスを１回行なうと、６個のグラフィックデータ
に対するアクセスを含む７つのアクセスログが形成され
る。すなわち、上述のアクセスログにおいて第１行目は
この情報ページのテキストに対するアクセス要求であ
り、残りの６行は表紙に貼り込まれた出願人会社のロゴ
のグラフィックデータ（ｓｈａｒｐｃｏｌｏｒ．ｇｉ
ｆ）、出願人会社内の情報システム事業本部と呼ばれる
事業部のロゴ（ｉｓｇ．ｇｉｆ）、出願人会社の４つの
製品の写真のグラフィックデータ（Ｚａｕｒｕｓ．ｇｉ
ｆ，Ｓｈｏｉｎ．ｇｉｆ，Ｐｒｏｓｔａｔｉｏｎ．ｇｉ
ｆ，Ｓ２．ｇｉｆ）の取得要求を示している。

【０１４４】ＨＴＴＰプロトコルは、コマンド文字列
（ＧＥＴ等）と、ＵＲＬと、プロトコルバージョン
（「ＨＴＴＰ／１．０」等）から構成されている。以下
はその一例である。

【０１４５】

【数６】

【０１４６】ＨＴＴＰプロトコルについては、最後に掲
げる表内に示された参考文献のうち、参考文献３および
参考文献４に記載されている。キャッシュ更新プロセス
の実施手順について以下に説明するが、そのための前提
条件は次の（１）および（２）となっている。

【０１４７】（１） 第１のｐｒｏｘｙプロセス１４
は、キャッシュ有効期限Ｍ（時間）で起動する。たとえ
ばＭ＝２４時間とする。

【０１４８】（２） 第２のｐｒｏｘｙプロセス３４
は、キャッシュファイルを第１のｐｒｏｘｙプロセス
１４のものと共有し、キャッシュ有効期限を０に設定
する、という２つの条件に従って起動される。

【０１４９】このような条件の下に、本願発明のキャッ
シュ更新プロセスを毎日一定時刻に起動し、一定時刻に
終了する。毎日一定時刻にキャッシュ更新プロセスを自
動起動するには、ＵＮＩＸ ＯＳに備わっているタイマ
機能（ｃｒｏｎ）を使用する。これは、ＵＮＩＸ ＯＳ
に関連してよく知られている機能であるので、その詳細
についてはここでは説明しない。なお、ＵＮＩＸ ＯＳ
以外のＯＳでも、同様の機能が提供されていることが多
い。

【０１５０】図３は、本願発明のキャッシュ更新プロセ
スの処理手順を示すフローチャートである。このプロセ
スを実現するためのプログラムは、たとえば図１９のメ
モリ２０６内に配置され、ＣＰＵ２０２によって実行さ
れる。このプロセスとネットワークおよびファイル装置
２１６との入出力には、それぞれネットワークＩ／Ｏイ
ンタフェース４０２とＩ／Ｏインタフェース２０８とが
使用される。

【０１５１】まず、ステップＳ１において第１のｐｒｏ
ｘｙプロセス１４が、アクセスログファイル１５に格納
されるアクセスログの末尾を１行読出す。読出せない場
合は、アクセスログが読めるまで待機する。ＵＮＩＸで
は、このようなアクセスログの末尾を呼出す機能は、Ｏ
Ｓとともに提供されているコマンドｔａｉｌで可能であ
り、その標準出力から１行読出し、メモリ内に確保され
た文字列バッファであるＬＩＮＥバッファに１行格納す
るには、以下のように行なう。ここで、第１のｐｒｏｘ
ｙプロセス１４が格納したアクセスログが／ｕｓｒ／ｌ
ｏｃａｌ／ｅｔｃ／ｔｅｌｅｇａｔｅｄ／ｌｏｇｓ／１
０００１．ｈｔｔｐであるとする。これは図１のアクセ
スログファイル１５に格納されるアクセスログに相当す
る。

【０１５２】

【数７】

【０１５３】数７のｔａｉｌ −ｆによる１行読出は、
図１の２７に相当するが、これはソフトウェアによるＦ
ＩＦＯバッファ３５を構成しており、読出ポインタおよ
び書込ポインタをそれぞれ有している。

【０１５４】

【数８】

【０１５５】すなわち、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４
が書込むアクセスログは、１個のファイルオブジェクト
転送ごとに１行発生するが、このとき書込ポインタ（ｗ
ｐ）を１行進める。また、ソフトウェアによるＦＩＦＯ
バッファ３５がｔａｉｌ −ｆでアクセスログを１行読
出せば、読出ポインタ（ｒｐ）を１行進める。第１のｐ
ｒｏｘｙプロセス１４による書込速度（行／秒）と、キ
ャッシュ更新プロセス３６におけるｔａｉｌ −ｆによ
る１行読出速度（行／秒）が一致していなくてもよい。
第１のｐｒｏｘｙプロセス１４によるアクセスログ書込
速度が大きくなると、書込ポインタ（ｗｐ）は先に進む
が、キャッシュ更新プロセス３４によってこれを読出ポ
インタ（ｒｐ）が追いかけながらアクセスログが読出さ
れる。アクセスログ書込速度が小さいか、読出側のキャ
ッシュ更新プロセス３４の処理が進行すれば、やがて読
出ポインタ（ｒｐ）が書込ポインタ（ｗｐ）に追いつく
ことになる。これが、ソフトウェアＦＩＦＯバッファと
しての動作である。

【０１５６】次に、ＬＩＮＥバッファに格納された１行
のアクセスログ情報は過去にアクセスされたファイルオ
ブジェクトの記録であるので、以下のような条件でキャ
ッシュ更新アクセスを行なうべきファイルオブジェクト
名称を含むものを選択する。この選択処理を、以後フィ
ルタリングと呼び、図３に示すフローチャートのステッ
プＳ２に相当する。このフィルタリングのルールは以下
のとおりである。

【０１５７】（１） ＨＴＴＰコマンド文字列がファイ
ルオブジェクトに対するリード要求（ＧＥＴ）であるも
の。

【０１５８】（２） ファイルオブジェクト名称のプロ
トコル部分がｈｔｔｐであるもの。 （３） キャッシュにヒットしたアクセスであるもの。

【０１５９】（４） ファイルオブジェクト名称がキャ
ッシュ更新アクセスに適さないものを除外する。

【０１６０】（５） 特定の文字列パターンを含むアク
セスリストとファイルオブジェクト名称が一致するも
の。

【０１６１】以上の（１）〜（５）の条件を用いてフィ
ルタリングを行ない、ファイルオブジェクト名称のフィ
ールドだけを取出して、キャッシュ更新アクセスでファ
イルオブジェクト名称を抽出する。

【０１６２】ファイルオブジェクト名称のプロトコル部
分がｈｔｔｐのもののみ抽出するのは、第１のｐｒｏｘ
ｙプロセス１４および第２のｐｒｏｘｙプロセス３４と
して一般的に利用されているＤｅｌｅＧａｔｅソフトウ
ェアがキャッシュファイルを生成するプロトコルはｈｔ
ｔｐプロトコルのみであるので、そのファイルオブジェ
クトのみはキャッシュ更新アクセスする意味があるから
である。それ以外のプロトコルによるアクセスはファイ
ルオブジェクトがキャッシュされないので、キャッシュ
更新アクセスをする意味がない。

【０１６３】キャッシュにヒットしたもののみを抽出す
るのは、キャッシュにヒットしていないファイルオブジ
ェクトはサーバ計算機１１へのアクセスが行なわれたも
のと解釈されるので、その直後にキャッシュ更新アクセ
スを行なう必要はないと判断されるからである。

【０１６４】ファイルオブジェクト名称が、キャッシュ
更新アクセスに適さないものとしては、ＵＲＬ中に
「？」を含むものなどがある。「？」を含むＵＲＬ表記
は、サーバ計算機１１に対してクライアント計算機２４
を使用するユーザが文字列を人手で入力する場合などに
使われるため、この文字を含むＵＲＬ表記を有するファ
イルオブジェクトをキャッシュ更新アクセスの対象とす
ると、予期せぬ結果を招くおそれがある。

【０１６５】特定の文字列パターンを含むアクセスリス
トと一致するもののみを選ぶのは、サーバ計算機におい
て頻繁に内容更新が行なわれるものである天気図、電子
新聞等を提供しているサーバ計算機など特定のものであ
ることが多い。そこで、そのようなサーバ計算機のファ
イルオブジェクトを指定するような文字列パターンを格
納したアクセスリストと一致したものだけをキャッシュ
更新アクセスの対象とすることによって、不要なキャッ
シュ更新アクセスを極力削減するためのものである。

【０１６６】このような文字列パターンを格納したパタ
ーンファイル３０を、ここでｐａｔｔｅｒｎ．ｔｘｔと
し、その内容を数９に示すものとする。

【０１６７】

【数９】

【０１６８】ＵＮＩＸでは、このようなファイルオブジ
ェクト名称の抽出作業は、ＯＳとともに提供されている
コマンド群である数１０を用いて行なうことができる。

【０１６９】

【数１０】

【０１７０】たとえば、次のようなコマンドを入力する
ことにより、ステップＳ２の処理を経たものがメモリ上
の文字列バッファＵＲＬＢＵＦに出力される。

【０１７１】

【数１１】

【０１７２】なお、上述したフィルタリングルールに反
していれば、文字列バッファＵＲＬＢＵＦは空になる。
この間の経過を以下に説明する。第１のｐｒｏｘｙプロ
セス１４により作成されたアクセスログファイル１５の
形式は既に述べたように次のとおりである。

【０１７３】

【数１２】

【０１７４】キャッシュヒット時には“Ｈ”という文字
がキャッシュヒット状況として行の末尾に出力される。

【０１７５】まず、ｇｒｅｐ −ｖ”＼？”に入力する
ことで、？を含まない行を抽出し標準出力に出力する。
それをさらにｇｒｅｐ”＼”ＧＥＴ”でその行がファイ
ルオブジェクト取得要求であるＧＥＴコマンドである行
のみ抽出し、標準出力に出力する。さらにｇｒｅｐ’Ｈ
＄’に入力することで行末が「Ｈ」で終了する、すなわ
ちキャッシュにヒットしたものを選び標準出力に出力す
る。ここで、＄は行の末尾を表現する正規表現である。

【０１７６】さらに空白がフィールド間の区切であると
考えると、７番目のフィールドがファイルオブジェクト
名称に相当するので、ａｗｋ’｛ｐｒｉｎｔ＄７｝’を
使ってファイルオブジェクト名称のみを抽出している。

【０１７７】さらに、ファイルオブジェクト名称部分
が、予め用意されたパターンファイルｐａｔｔｅｒｎ．
ｔｘｔの中のいずれかの行に一致するか否かをｆｇｒｅ
ｐ −ｆ ｐａｔｔｅｒｎ．ｔｘｔによりマッチングを
行なってその結果を文字列バッファＵＲＬＢＵＦに出力
する。

【０１７８】ステップＳ３では、文字列バッファＵＲＬ
ＢＵＦが空でないか否かを判定する。もし文字列バッフ
ァＵＲＬＢＵＦが空の場合には、ステップＳ１に戻り、
空でない場合にはステップＳ４へ進む。

【０１７９】ステップＳ４では、第２のｐｒｏｘｙプロ
セス３４によって、キャッシュ更新プロセス３６で抽出
されたファイルオブジェクトをサーバ計算機１１から取
得する。文字列バッファＵＲＬＢＵＦに格納されたキャ
ッシュ更新アクセスの対象であるファイルオブジェクト
名称に基づいて、第２のｐｒｏｘｙプロセス３４はサー
バ計算機１１へアクセスするための子プロセスを起動す
る。子プロセスをキャッシュ更新子プロセスと呼ぶ。キ
ャッシュ更新子プロセスは、第２のｐｒｏｘｙプロセス
３４を通じてネットワーク接続をサーバ計算機１１に対
して行なう。これにより、サーバ計算機１１に格納され
るファイルオブジェクトへのアクセスが発生し、キャッ
シュファイル１６の内容が更新される。この処理の詳細
は後述する。

【０１８０】ステップＳ５では、現在の時刻を調べ、指
定時刻が過ぎていればプロセスを終了する。指定時刻を
過ぎていなければステップＳ１に戻り、以上の処理を繰
返す。

【０１８１】以上が、本願発明の第１の実施の形態にお
けるｐｒｏｘｙサーバ装置におけるアルゴリズムであ
る。図７は、ｐｒｏｘｙサーバ計算機５３のキャッシュ
有効期限が２４時間で、サーバ計算機１１のファイルオ
ブジェクトが同一名称でありながら、内容が３時間おき
に更新される場合のファイルオブジェクトのデータがキ
ャッシュされるようすを示している。

【０１８２】まず、ユーザアクセス（１）が発生したと
きに、キャッシュファイル１６に該当するファイルオブ
ジェクトがなかったとすると、サーバ計算機１１からデ
ータＢがアクセスされ、キャッシュファイル１６に書込
まれるとともに、クライアント計算機２４に転送され
る。

【０１８３】次に、ユーザアクセス（２）が発生する
と、キャッシュにヒットしたデータＢがクライアント計
算機２４に転送される。このとき、サーバ計算機１１は
データＤになっているので、クライアント計算機２４は
３時間程度古いステールデータを読んだことになる。し
かし、この動作の結果アクセスログファイル１５にファ
イルオブジェクト名称とキャッシュにヒットしたという
情報を含むアクセスログが記録されるので、図３を用い
て説明した動作に従い、ｐｒｏｘｙサーバ装置５３が自
発的にサーバ装置１１にアクセスし、データＥを読出し
キャッシュファイル１６を更新する。

【０１８４】さらに、ユーザアクセス（３）が起きる
と、キャッシュされたデータＥがクライアント計算機２
４に転送される。この動作をきっかけにしてアクセスロ
グファイル１５にファイルオブジェクト名称とキャッシ
ュにヒットしたという情報を含むアクセスログが記録さ
れるので、図３を用いて説明した動作に従い、ｐｒｏｘ
ｙサーバ装置５３が自発的にサーバ計算機１１にアクセ
スし、データＩを読出してキャッシュファイル１６を更
新する。

【０１８５】したがって、ユーザアクセス（４）が起き
ると、キャッシュされたデータＩがクライアント計算機
２４に転送される。

【０１８６】以上の動作からわかるように、クライアン
ト計算機２４はステールデータを読んでいることに変わ
りがないが、図２６の場合に比べると最新に近い情報を
読んでいることになる。ユーザによるアクセスの間隔が
３時間以内であれば、ステールデータは発生する確率が
非常に低くなり、サーバ計算機１１の最新の情報を得る
ことが可能になることが理解できる。

【０１８７】なお、図３のステップＳ４のネットワーク
アクセス部の実現方法としては、キャッシュ更新プロセ
スから直接ＨＴＴＰプロトコルを発生させればよいが、
ＵＮＩＸでは広く一般に利用されているｌｙｎｘ等のＷ
ＷＷクライアントプログラムを利用すれば、ＨＴＴＰを
発生するキャッシュ更新プロセスを新たに製作しなくて
もＨＴＴＰに従ったネットワークアクセスを行なうキャ
ッシュ更新プロセス操作を実現できる。その方法を以下
に説明する。

【０１８８】ｌｙｎｘはＵＮＩＸ ＯＳの上で動作する
プログラムであるので、以下の説明ではＵＮＩＸの記述
を使用する。

【０１８９】ｌｙｎｘでは次のコマンドを指定すれば、
指定ＵＲＬを読出してｔｅｍｐ＿ｆｉｌｅというファイ
ルに書込むことができる。

【０１９０】

【数１３】

【０１９１】さらに、ｐｒｏｘｙプロセス経由のアクセ
スも、ＵＮＩＸ ＯＳの環境変数ｈｔｔｐ＿ｐｒｏｘｙ
を設定することにより、ｌｙｎｘから利用可能である。
また、ｐｒｏｘｙプロセスがＤｅｌｅＧａｔｅのような
ｐｒｏｘｙソフトウェアであれば、ＵＲＬ表記にｐｒｏ
ｘｙを指定することによりｐｒｏｘｙ経由のアクセスが
可能である。これについては参考文献１２を参照された
い。

【０１９２】後者の方式を採用する場合について以下に
説明する。ｐｒｏｘｙプロセスが、ネットワークアドレ
スがｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒであるゲートウェイ計算機
のＴＣＰ／ＩＰの１０００１番のポート番号を利用して
いるプロセスであるならば、このｐｒｏｘｙプロセス経
由でサーバ計算機１１のファイルオブジェクトｈｔｔ
ｐ：／／ｗｗｗ．ｘｘｘ．ｃｏ．ｊｐ／ｔｅｓｔ／ｉｎ
ｄｅｘ．ｈｔｍｌにアクセスするためには次の数１４の
コマンドを指定すればよい。

【０１９３】

【数１４】

【０１９４】したがって、本願発明を実施する際には、
同様にしてｐｒｏｘｙプロセスを第２のｐｒｏｘｙプロ
セス３４のポート番号に設定すればよい。

【０１９５】

【数１５】

【０１９６】本願発明では、このようなファイルオブジ
ェクト（ＵＲＬ）のキャッシュ更新アクセスにより、第
１のｐｒｏｘｙプロセス１４の管理するキャッシュファ
イル１６を最新状態に保つことが目的である。したがっ
て、ｔｅｍｐ＿ｆｉｌｅ自体は利用しないので捨ててよ
い。ＯＳがＵＮＩＸであれば、空ファイルとして／ｄｅ
ｖ／ｎｕｌｌが準備されているので、このファイルに書
込むようにすれば実際にはファイルの生成は行なわない
ので効率的である。

【０１９７】次に、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４およ
び第２のｐｒｏｘｙプロセス３４のキャッシュ管理手法
について説明する。ｐｒｏｘｙプロセスのキャッシュ管
理手法は、参考文献５、参考文献１２にあるような公知
の技術であるキャッシュ制御機能を持ったＤｅｌｅＧａ
ｔｅなどにおけるものである。ＤｅｌｅＧａｔｅにおけ
るキャッシュ管理手法は、ソースコードの形で公開され
ているので以下にその手法を述べる。なお、本願発明は
これと同様のキャッシュ管理手法が使われているキャッ
シュ機能付ｐｒｏｘｙサーバソフトウェアであれば、第
１のｐｒｏｘｙプロセス１４および第２のｐｒｏｘｙプ
ロセス３４として適用可能である。

【０１９８】上述したように、第２のｐｒｏｘｙプロセ
ス３４がｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒという名称のシステム
で動作しており、ＴＣＰ／ＩＰの１０００１番でＵＲＬ
取得要求を受付けるものとする。このとき、文字列バッ
ファＵＲＬＢＵＦに指定ＵＲＬ表記が格納されている場
合に、キャッシュ更新プロセス３６は、数１６に記載の
コマンドを実行することでｔｅｍｐ＿ｆｉｌｅに指定Ｕ
ＲＬのファイルオブジェクトが格納されると述べた。

【０１９９】

【数１６】

【０２００】なお、第２のｐｒｏｘｙプロセス３４とキ
ャッシュ更新プロセス３６の通信はＴＣＰ／ＩＰ、たと
えばＵＮＩＸのメッセージ通信で行なわれる。

【０２０１】たとえば、文字列バッファＵＲＬＢＵＦに
ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｓｈａｒｐ．ｃｏ．ｊｐ／ｓａ
ｍｐｌｅ／ｔｅｓｔ．ｈｔｍｌという文字列が格納され
ているとする。キャッシュ更新プロセス３６が数１６の
コマンドを実行すると、キャッシュ更新プロセス３６は
ＵＲＬ取得要求を第２のｐｒｏｘｙプロセス３４に出力
する。第２のｐｒｏｘｙプロセス３４は、子プロセスを
生成し、この子プロセスにＵＲＬ取得の処理を任せて自
身のプロセスは再びキャッシュ更新プロセス３６からの
ＵＲＬ出力要求を待つ。キャッシュ更新プロセス３４に
よる数１６の実行によりＵＲＬ取得を実行する第２のｐ
ｒｏｘｙプロセス３４が生成した子プロセスは、図４の
フローチャートに示す処理を行なう。

【０２０２】以下、第２のｐｒｏｘｙプロセス３４が生
成した子プロセスの動作を図４のフローチャートを用い
て説明する。

【０２０３】ｐｒｏｘｙプロセスでは、キャッシュファ
イル１６を持っているが、それは通常のＵＮＩＸファイ
ルシステムの一部として作られる。キャッシュ用ディレ
クトリとして／ｃａｃｈｅというパーティションを使用
するとすると、数１７に示すようにプロトコル名称がｈ
ｔｔｐ、サーバ計算機名称ｗｗｗ．ｓｈａｒｐ．ｃｏ．
ｊｐ、ファイルオブジェクトの実体部分がｓａｍｐｌｅ
／ｔｅｓｔ．ｈｔｍｌとなる。

【０２０４】

【数１７】

【０２０５】このとき、キャッシュファイルは次の数１
８に示す名称規則でキャッシュファイルを生成しようと
する。

【０２０６】

【数１８】

【０２０７】したがって、ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｓｈ
ａｒｐ．ｃｏ．ｊｐ／ｓａｍｐｌｅ／ｔｅｓｔ．ｈｔｍ
ｌは数１９に示すファイルとなる（Ｓ１１）。

【０２０８】

【数１９】

【０２０９】ｐｒｏｘｙプロセスはまず、数１９に示す
ファイル名称に変換し、そのファイルが存在するかどう
かＯＳのｏｐｅｎ（ ）のシステムコールにより既存の
ファイルがオープンできるかどうかにより調べる（Ｓ１
２）。ファイルが存在しなければ、ファイル新規作成モ
ードで数１９に示すファイル名のキャッシュファイルを
作成する（Ｓ１３）。また、キャッシュファイルに対し
て排他制御を行なって、他のプロセスが書込めないよう
に排他ロックする（Ｓ１４）。

【０２１０】次に、ネットワークを経由してＵＲＬで指
定されたファイルオブジェクトをサーバ計算機１１から
取得する（Ｓ１５）。取得したファイルオブジェクトを
クライアント計算機２４へ転送するとともにファイルオ
ブジェクトを数１９に示すファイル名称のキャッシュフ
ァイルに書込む（Ｓ１６）。続いて、キャッシュファイ
ルをクローズして排他ロックを解除する（Ｓ１７）。

【０２１１】上記処理では、キャッシュファイルを排他
ロックしているが、この排他制御はＯＳがＵＮＩＸであ
ればシステムコールであるｆｌｏｃｋ（ ）関数を使っ
て排他ロックできる。排他制御を使用する理由は、ｐｒ
ｏｘｙプロセスは１つのファイルオブジェクトの転送ご
とに子プロセスを起動してその子プロセスにキャッシュ
制御を行なわせるため、同じキャッシュファイルシステ
ムに対して子プロセス間で競合が発生する場合があるか
らである。

【０２１２】なお、キャッシュファイルに書込んだと
き、ファイル変更時刻Ｔｍがファイル（数１９）の属性
として記録される。ファイル更新時刻Ｔｍは、ＵＮＩＸ
ＯＳのファイルシステムを管理するＯＳがファイルの
属性として必ず付加するものである。すなわち、キャッ
シュファイルは通常のＯＳのファイルシステムをそのま
ま使用しており、何ら特殊なファイルシステムではな
い。

【０２１３】次に、キャッシュファイルが既に存在した
場合を説明する（Ｓ１９〜Ｓ２６）。

【０２１４】キャッシュファイル／ｃａｃｈｅ／ｈｔｔ
ｐ／ｗｗｗ．ｓｈａｒｐ．ｃｏ．ｊｐ／ｓａｍｐｌｅ／
ｔｅｓｔ．ｈｔｍｌの最終変更時刻ＴｍをＯＳから読出
す。最終変更時刻は、ＵＮＩＸであれば、ｆｓｔａｔ
（ ）システムコールで得られるもので、過去から未来
に向かって単調に増加する関数である（Ｓ１９）。

【０２１５】現在時刻をシステムコールから読出しＴｎ
ｏｗという変数に格納する（Ｓ２０）。現在時刻Ｔｎｏ
ｗは、ＯＳのシステムコールから得られる。最終変更時
刻Ｔｍと、現在時刻Ｔｎｏｗを比較し、キャッシュ有効
期限以内かどうかを判定する（Ｓ２１）。キャッシュ有
効期限以内であれば、キャッシュファイルを共有排他ロ
ックして他のプロセスからの書込はできないが、読出は
できるようにする（Ｓ２２）。そして、既にあるキャッ
シュファイルを読出し、クライアント計算機２４に転送
する（Ｓ２３）。さらに、キャッシュファイルをクロー
ズし、共有排他ロックを解除する（Ｓ１７）。

【０２１６】また、キャッシュ有効期限を過ぎている場
合は、キャッシュファイルに対して排他制御を行なっ
て、他のプロセスが書込めないように排他ロックする
（Ｓ２４）。次に、ネットワーク経由でＵＲＬで指定さ
れたファイルオブジェクトをサーバ計算機１１から取得
する（Ｓ２５）。取得したファイルオブジェクトをクラ
イアント計算機２４へ転送するとともに、ファイルオブ
ジェクトをキャッシュファイル（数１９）に書込む（Ｓ
２６）。そして、キャッシュファイルをクローズして排
他ロックを解除する（Ｓ１７）。

【０２１７】以上が、一般にソースコードが公開され、
よく知られているｐｒｏｘｙプロセスのキャッシュ制御
手順であるが、本願発明ではこの性質を利用して、キャ
ッシュファイル１６を第１のｐｒｏｘｙプロセス１４と
第２のｐｒｏｘｙプロセス３４で共有している。第２の
ｐｒｏｘｙプロセス３４は、キャッシュ有効期限０であ
るから、図３のフローチャートのＳ４により、第２のｐ
ｒｏｘｙプロセス３４経由のサーバ計算機１１へのアク
セスがキャッシュファイル１６の更新が必ず行なえるこ
とがわかる。

【０２１８】第１の実施形態においては、クライアント
計算機２４の利用が始まる７時００分より起動し、クラ
イアント計算機２４の利用が少なくなる夜２１時００分
には終了するよう実施した。これにより、クライアント
計算機２４の利用のない時間帯には、キャッシュ更新プ
ロセス３６を排除し、当制御方式を採用した計算機のメ
モリ資源を無駄にしないようにしている。

【０２１９】以上説明したように、ｐｒｏｘｙサーバ計
算機５３はユーザが行なったファイルオブジェクトに対
するアクセス要求がキャッシュヒットすれば、その直後
にサーバ計算機１１から当該ファイルオブジェクトを取
得してキャッシュファイル１６を更新するので、別のユ
ーザが同一ファイルオブジェクトをアクセスした場合
に、最新のファイルオブジェクトが既にキャッシュファ
イル１６に格納されていることになる。したがって、キ
ャッシュ有効期限を長めに取っておいても、キャッシュ
の有効期限よりも短い間隔で変更されるサーバ計算機の
ファイルオブジェクトがキャッシュに反映される確率が
高くなる。

【０２２０】また、同一ユーザが時間をおいてから同一
ファイルオブジェクトをアクセスし直すと、キャッシュ
の内容が最新のものに更新されていることになる。ま
た、特定のパターンに一致するファイルオブジェクトの
み更新アクセスの対象となるので、予めファイルオブジ
ェクトの更新頻度の高いサーバ計算機を登録しておけば
不要なキャッシュ更新アクセスを削減でき、無駄なトラ
フィックを抑制して回線を有効に利用することができ
る。

【０２２１】［実施の形態２］次に、本願発明のゲート
ウェイ装置の第２の実施形態を説明する。この実施形態
２は、実施形態１と同様であるが、実施形態１に対応す
るフローチャート（図３）のステップＳ４を改良したも
のである。実施形態１では、ステップＳ４においてアク
セスログファイル１５からファイルオブジェクト名称を
文字列格納バッファＵＲＬＢＵＦに格納して、第２のｐ
ｒｏｘｙプロセス３４を介してサーバ計算機１１にアク
セスしているが、第２の実施形態では処理の高速化を図
るため複数のファイルオブジェクトに対するアクセス
を、順不同で同時並列的に実行するものである。

【０２２２】本発明が実施できるＴＣＰ／ＩＰのネット
ワークでは、通信はパケット単位で行なわれるため、外
部ネットワークの複数のサーバ計算機との同時通信が見
掛け上可能である。したがって、ステップＳ４における
キャッシュ更新子プロセスを複数同時に実施することが
できる。

【０２２３】内部ネットワーク２３には複数のクライア
ント計算機２４が接続されるので、ｐｒｏｘｙサーバ装
置５３によるファイルオブジェクトの中継転送要求は、
外部ネットワーク２５上の異なる複数のサーバ計算機１
１へのアクセスが入り交じって行なわれる。したがっ
て、ファイルオブジェクトに対するアクセスは外部ネッ
トワーク２５上のさまざまな経路を通じて行なわれるた
め、実際のファイルオブジェクトの転送速度は、経路の
途中のボトルネックによって決まる。

【０２２４】そのうちの１つのボトルネックは、ｐｒｏ
ｘｙサーバ装置５３と外部ネットワーク２５を結ぶ最初
の通信路（図１９における通信路１２７）である。さら
には、外部ネットワーク２５上への複数のサーバ計算機
１１への経路にはさまざまなボトルネックが存在する。
このため、外部ネットワーク２５からｐｒｏｘｙサーバ
計算機５３への転送速度は、この通信路の最大転送速度
より小さい転送速度となるのが常である。たとえば、ｐ
ｒｏｘｙサーバ装置５３と外部ネットワーク２５を結ぶ
通信路（図１９における通信路１２７）の最大転送速度
が６４ｋｂｐｓであっても、海外にあるサーバ計算機か
らの転送速度はその１０分の１以下であることがしばし
ばである。

【０２２５】したがって、ｐｒｏｘｙサーバ装置５３と
外部ネットワーク２５を結ぶ最初の通信路１２７の最大
転送容量に近い転送を行なうように、同時に複数のネッ
トワーク接続を実施することで転送のスループットを上
げることが可能になる。すなわちこのネットワーク接続
を１個の子プロセスに対応させるとして、複数のキャッ
シュ更新子プロセスを起動し、この通信路１２７の転送
容量が１００％近く使用されるように、複数のネットワ
ーク接続を並列に実施した方が処理が高速化される。

【０２２６】そこで、同時に複数のキャッシュ更新アク
セスを実行するように、キャッシュ更新子プロセスの最
大並列実行数をＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳ数と定める。これ
は、以下に説明するフローチャートではメモリ（図１９
のメモリ２０６）に置かれる定数である。この値をあま
り大きく取ると、ＯＳのプロセス手順などの管理資源
（メモリ）を消費することになるので、システムの動作
状況によって決める必要がある。この実施形態２では１
０とした。

【０２２７】以下、具体的な処理手順を図５を参照しな
がら説明する。まず、変数としてメモリ２０６中にｐｒ
ｏｃｅｓｓｅｓ変数を定義する。バックグラウンドで、
現在走行しているキャッシュ更新子プロセスの数を求め
てｐｒｏｃｅｓｓｅｓ変数に代入する。プロセスの数は
ＯＳのプロセス管理テーブルから得られる（Ｓ４２
１）。次にｐｒｏｃｅｓｓｅｓ変数と指定された最大子
プロセス数ＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳを比較する。もし、ｐ
ｒｏｃｅｓｓｅｓ≧ＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳならばＳ４２
３に移り、一定時間休止（ｓｌｅｅｐ）する（たとえば
１０秒）。これは、先に走行しているキャッシュ更新子
プロセスの処理を終了するのを待つために行なわれる
（Ｓ４２３）。

【０２２８】次に、指定の終了時刻になったかどうかの
判定を行なう。指定時刻を過ぎていれば、キャッシュ更
新プロセスは処理を終了する。指定時刻を過ぎていなけ
れば、Ｓ４２１以下の処理を繰返す（Ｓ４２４）。

【０２２９】また、Ｓ４２３でｐｒｏｃｅｓｓｅｓ＜Ｍ
ＡＸＰＲＯＣＥＳＳならば、第２のｐｒｏｘｙプロセス
３４にアクセス要求を出力することによって、第２のｐ
ｒｏｘｙプロセス３４はキャッシュ更新子プロセスをバ
ックグラウンドプロセスとして１つ起動する（Ｓ４２
５）。ＵＮＩＸ ＯＳにおいて、プロセスをバックグラ
ウンドで実行させるには、コマンドラインに＆の記号を
付けて起動すればよい。文字列バッファＵＲＬＢＵＦに
は、Ｓ２により取得されたファイルオブジェクト名称が
格納されているので、数２０に示すコマンドを実行すれ
ば、キャッシュ更新子プロセスがバックグラウンドプロ
セスとして実施される。

【０２３０】

【数２０】

【０２３１】最後に、指定の終了時刻になったかどうか
を判定し、指定時刻をすぎていればキャッシュ更新プロ
セスは処理を終了し、指定の終了時刻を過ぎていなけれ
ばＳ１以下の処理を繰返す（Ｓ４２６）。

【０２３２】以上のような処理により、ＭＡＸＰＲＯＣ
ＥＳＳ以下のプロセスで同時並列実行が可能になる。

【０２３３】この実施形態２により、キャッシュ更新処
理速度を速め、常にキャッシュ更新処理を待つ状態にす
ることでキャッシュ更新処理の遅滞の拡大を防止するこ
とが可能となる。なお、パターンファイル３０を用意し
て、特定ファイルオブジェクトだけを更新対象にしてい
るＳ２の処理も効果を上げている。

【０２３４】以上説明したように、実施の形態２では、
キャッシュ更新処理を同時に行なうことで、キャッシュ
更新の開始から終了までが短縮されるので、第１のｐｒ
ｏｘｙプロセス１４によるユーザからのアクセス処理の
頻度に追随してキャッシュ更新処理を進めることが可能
となる。

【０２３５】［実施の形態３］実施の形態３において
は、実施の形態２と同様に、キャッシュ更新子プロセス
の並列実行を行なうが、さらにプロセスの制御を行なう
ことにより、内部ネットワーク２３のクライアント計算
機２４を使用するユーザが第１のｐｒｏｘｙプロセス１
４を使用して外部ネットワーク２５のサーバ計算機１１
に頻繁にアクセスしている時間帯に、キャッシュ更新プ
ロセス３６を実行しても、キャッシュ更新子プロセスの
数が抑制される。すなわち、キャッシュ更新子プロセス
には低い優先権が与えられることで、クライアント計算
機２４を使用するユーザのネットワーク利用を妨げない
ようにしたものである。

【０２３６】また、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を利
用するユーザのネットワークアクセスは、通常１つのペ
ージが複数のファイルオブジェクトから構成されている
ため（たとえば、図２に示す情報ページ）、１つのペー
ジのアクセスにおいては、複数のファイルオブジェクト
のアクセスが時間的に連続して発生する。したがって、
キャッシュ更新アクセスの子プロセスの起動において、
休止時間を設けて子プロセス起動を遅延させることによ
り、ユーザのページアクセスが終了してからキャッシュ
更新アクセスが起きる確率を高めることができる。

【０２３７】また、同一のファイルオブジェクトに対す
るキャッシュ更新アクセスの条件が揃ったとき、すなわ
ち、実施形態１および２のＵＲＬＢＵＦが空でないとき
（図３および図４のＳ３がｙｅｓの場合）一定時間の無
効時間を設け、前回キャッシュが更新されてから所定時
間以内であればサーバ計算機１１に対するキャッシュ更
新アクセスを行なわないことで、クライアント計算機２
４が頻繁にファイルオブジェクトアクセスを行なってい
るときに、キャッシュ更新アクセスでサーバ計算機１１
に対するアクセスが頻繁に発生することを防止するもの
である。

【０２３８】この処理の簡単な実現方法として、第２の
ｐｒｏｘｙプロセス３４のキャッシュ有効期限を０では
なく、無効時間を設定して起動すればよい。この無効時
間として、３０分または１時間等とし、サーバ計算機１
１の変更頻度の平均の最小時間程度にすればよい。これ
により、無効時間以内に実施形態１、２または３の方式
でキャッシュ更新アクセスを行なっても、キャッシュに
ヒットすることになるのでサーバ計算機１１にアクセス
が発生しなくなる。

【０２３９】図６は、実施の形態３の処理を示すフロー
チャートである。図６は、実施形態２の処理を示すフロ
ーチャートである図５のＳ４２１とＳ４２５をＳ４３１
とＳ４３５に置き換えたものである。

【０２４０】図６に示す処理を行なうに先立って、最大
ネットワーク接続個数ＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳという定数
を定める。この定数は、キャッシュ更新子プロセスの数
と第１のｐｒｏｘｙプロセス１４がネットワークアクセ
スの中継のために起動した子プロセスの数を加算した値
の最大を示す定数である。したがって、ｐｒｏｘｙサー
バ装置５３は、なるべくのＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳ以下に
サーバ計算機１１へのネットワークアクセスを制限しよ
うとする。図６のＳ１〜Ｓ３の処理は、実施形態１、２
と同様であるのでここでの説明は繰返さない。

【０２４１】バックグラウンドで走行しているキャッシ
ュ更新子プロセスの数と、第１のｐｒｏｘｙプロセス１
４のネットワークアクセス中継子プロセスの数を求めて
加算してｐｒｏｃｅｓｓｅｓ変数（数２１）とする（Ｓ
４３１）。

【０２４２】

【数２１】

【０２４３】ｐｒｏｃｅｓｓｅｓ変数と指定された最大
子プロセスＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳを比較し、ｐｒｏｃｅ
ｓｓｅｓ≧ＭＡＸＰＲＯＣＥＳＳならばＳ４３３へ移
り、一定時間休止（ｓｌｅｅｐ）する（たとえば１０
秒）。これは、先に起動されたキャッシュ更新子プロセ
ス数の処理が終了するのを待つものである。

【０２４４】次に、指定の終了時刻になったか否かを判
定し、指定時刻を過ぎていればキャッシュ更新プロセス
は処理を終了する。指定の終了時刻になっていなけれ
ば、Ｓ４３１に戻って処理を続行する（Ｓ４３４）。ま
た、Ｓ４３２でｐｒｏｃｅｓｓｅｓ＜ＭＡＸＰＲＯＣＥ
ＳＳならば、抽出したファイルオブジェクト名称（ＵＲ
ＬＢＵＦに格納されたもの）をもとに、第２のｐｒｏｘ
ｙプロセス３６を用いてアクセスするキャッシュ更新子
プロセスをバックグラウンドプロセスとして１つ起動す
る。

【０２４５】このとき、子プロセスは数２２に示すよう
に、休止時間をＤＥＬＡＹＴＩＭＥ変数（単位は秒）と
してＯＳの休止機能をｓｌｅｅｐを使ってＤＥＬＡＹＴ
ＩＭＥ秒間休止してからキャッシュ更新アクセスを行な
うようにする。１ページＷＷＷデータは、図２に示すよ
うに複数の画像ファイルオブジェクトからなる場合、キ
ャッシュヒット時は１０秒以下でｐｒｏｘｙサーバ装置
５３からクライアント計算機２４に転送可能であること
が経験的に知られているので、ＤＥＬＡＹＴＩＭＥは１
０秒程度としている。

【０２４６】

【数２２】

【０２４７】最後に、指定の終了時刻になったかどうか
を判定し、指定時刻を過ぎていればキャッシュ更新プロ
セスは処理を終了し、指定終了時刻を過ぎていなけれ
ば、Ｓ１へ戻り処理を繰返す（Ｓ４３６）。

【０２４８】以上のように、キャッシュ更新子プロセス
の個数と第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を利用している
ユーザのネットワークアクセスの中継子プロセス数の合
計を制限しながらキャッシュ更新子プロセスを制御す
る。この結果、第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を利用し
ているユーザによるネットワークアクセスの数が増える
と、キャッシュ更新子プロセスは起動されにくくなる。
したがって、ユーザが第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を
利用している時間帯に、キャッシュ更新プロセス３６を
実行しても、キャッシュ更新子プロセスには低い優先権
が与えられることで、ユーザのネットワーク活動を妨げ
ないようにすることができる。

【０２４９】また、ユーザのファイルオブジェクトに対
するアクセスがキャッシュにヒットした場合は、通常１
ページの転送は、数秒以内に終了するが、キャッシュ更
新子プロセスはＤＥＬＡＹＴＩＭＥ（秒）遅延してから
起動されるので、ＤＥＬＡＹＴＩＭＥを１０秒程度に設
定すればユーザのファイルオブジェクトアクセスとキャ
ッシュ更新アクセスは時間的にずれて実施される（すな
わちパイプライン）ので、ｐｒｏｘｙサーバ計算機５３
への負担を減らし、ユーザに快適なネットワーク利用を
提供することが可能となる。

【０２５０】以上説明したように、実施の形態３ではユ
ーザが第１のｐｒｏｘｙプロセス１４を利用している時
間帯に、キャッシュ更新プロセス３６を実行しても、キ
ャッシュ更新子プロセスには低い優先権が与えられるこ
とで、ユーザのネットワーク利用を妨げない効果があ
る。また、遅延時間を導入することで、キャッシュ更新
処理はユーザの連続したファイルオブジェクト転送処理
が終了してから行なわれるので、ｐｒｏｘｙサーバ計算
機５３の処理負担を軽減し、ユーザへのファイルオブジ
ェクト転送を最優先できる。また、無効時間が設定され
るため、クライアント計算機２４が無効時間以内に同一
ファイルオブジェクトに対してアクセスを行ない、キャ
ッシュ更新アクセスの条件が揃ってもキャッシュ更新ア
クセスはキャッシュにヒットすることになり、実質的に
サーバ計算機１１に対するアクセスが発生しない。これ
により、クライアント計算機２４が同一ファイルオブジ
ェクトを頻繁にアクセスしても、時間のかかるサーバ計
算機１１へのキャッシュ更新アクセスが抑制されるので
サーバ計算機１１への負担の軽減とキャッシュ更新処理
の効率化が図れる。

【０２５１】［実施の形態４］実施の形態１〜３は、ｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機に関するものであったが、実施の
形態４ではファイルオブジェクトの中継制御のみを行な
うゲートウェイ装置（ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機）に
ついて説明する。図８は、キャッシュサーバ計算機（ｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機）６５〜６７およびｒｅｄｉｒｅ
ｃｔｏｒ計算機７２〜７７をローカルネットワーク７１
で接続する構成を示す図である。

【０２５２】ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７
は、ｐｒｏｘｙサーバ計算機の１種でもあるが、実施の
形態４のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７は、ｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７への中継のみを行ない
キャッシュは行なわない。

【０２５３】以下、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜
７７の動作について詳細に説明する。

【０２５４】ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７
は、複数のｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７とクライ
アント計算機群との間に介在し、ｐｒｏｘｙサーバ計算
機６５〜６７とはローカルネットワーク７１で接続さ
れ、クライアント計算機群とはローカルネットワーク７
８で接続される。また、ファイルオブジェクトを提供す
るサーバ計算機１１とｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６
７とは、広域ネットワーク６１で接続される。

【０２５５】まず、クライアント計算機２４からのファ
イルオブジェクトに対する読出要求をローカルネットワ
ーク７８を介してｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７３内の
ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスが受信する。ｒｅｄｉｒ
ｅｃｔｏｒ計算機は、上述した図１７〜１９に示すワー
クステーション２００〜４００で実現可能である。すな
わち、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスに相当するプログ
ラムをメモリ２０６内に格納し、そのプログラムをＣＰ
Ｕ２０２が実行することによってこのｒｅｄｉｒｅｃｔ
ｏｒ計算機の機能が実現される。ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ
プロセスは、受信した読出要求の内容に基づいてハッシ
ュ関数の計算を行ないその計算結果に従って中継するｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７を選択する。そしてｒ
ｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスは、読出要求を選択された
ｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７内のｐｒｏｘｙプロ
セスに中継する。

【０２５６】本発明を非常に有効に適用できる例とし
て、前述したインターネット上のＷＷＷシステムがあ
る。図９は、ＷＷＷシステム上でのｒｅｄｉｒｅｃｔｏ
ｒ計算機の処理手順を示すフローチャートである。

【０２５７】ＷＷＷシステムではネットワーク上に分散
したファイルオブジェクト名称はUniform Resource Loc
ator（ＵＲＬ）と呼ばれる形式で表現され特定される。

【０２５８】たとえば、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７
３が、クライアント計算機２４からの読出要求を受信し
たとすると、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７３は要求に
含まれるＵＲＬを取出す（Ｓ３１）。取出されたＵＲＬ
に基づいてハッシュ関数による計算を行なう。ここで、
ハッシュ関数にはさまざまなものが考えられるが、実施
の形態４ではＵＲＬ形式で表現されたファイルオブジェ
クト名称に含まれる文字の文字コードをすべて加算し、
ｐｒｏｘｙサーバ計算機６５から６７の台数で割った剰
余を使用した（Ｓ３３）。

【０２５９】このハッシュ関数によって算出された値に
よって、読出要求を中継するｐｒｏｘｙサーバ計算機６
５〜６７の番号を決定する（Ｓ３４）。そして、選択さ
れたｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７に読出要求が中
継される（Ｓ３５）。

【０２６０】同一のファイルオブジェクトの読出要求
は、すべて同一のｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７で
中継されることが、キャッシュの有効利用の観点からは
望ましい。なぜなら、同一のファイルオブジェクトを異
なるｐｒｏｘｙサーバ計算機で重複して保持すると、キ
ャッシュ容量が減少し、キャッシュファイルの有効利用
が図れなくなるからである。そのためには、ハッシュ関
数がすべてのｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７内
のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスで同一のものである必
要がある。

【０２６１】上述したハッシュ関数は、各ｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機６５〜６７が均等に選択されるため、それぞ
れのｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７に対する負荷は
均等になるが、適切にハッシュ関数を選ぶことにより、
各ｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７の能力に応じて意
図的に均等でなく負荷を分散することも容易に実現でき
る。すなわち、処理能力の高いｐｒｏｘｙサーバ計算機
に対しては、選択される可能性を高くし、処理能力の低
いｐｒｏｘｙサーバ計算機に対しては、選択される可能
性を低くすることによって各ｐｒｏｘｙサーバ計算機の
処理速度を均等にするものである。

【０２６２】このようにして算出された番号により示さ
れるｐｒｏｘｙサーバ計算機が、選択されたｐｒｏｘｙ
サーバ計算機となり、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスは
選択されたｐｒｏｘｙサーバ計算機内のｐｒｏｘｙプロ
セスにクライアント計算機２４からの読出要求を中継す
る。ｐｒｏｘｙサーバ計算機６５〜６７内のｐｒｏｘｙ
プロセスは、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７３内のｒｅ
ｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスにより中継されたクライアン
ト計算機２４からの読出要求を広域ネットワーク６１を
介してサーバ計算機１１に中継し、転送されたファイル
オブジェクトをキャッシュする。

【０２６３】ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスは、広く一
般に利用されているＤｅｌｅＧａｔｅを利用して実施す
ることが可能である。実施の形態４のｒｅｄｉｒｅｃｔ
ｏｒプロセスは、ＤｅｌｅＧａｔｅの中継記法とフィル
タ機能を利用して実現されている。以下に、中継記法の
例を示す。

【０２６４】

【数２３】

【０２６５】数２３の記述のうち、最初のｈｔｔｐは使
用するプロトコル名を示し、ｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒは
ネットワーク上のｐｒｏｘｙサーバ計算機のアドレスを
示すものである。また、１００８０はＴＣＰ／ＩＰ接続
のポート番号と呼ばれ、ｐｒｏｘｙサーバ計算機上のど
のプロセスに対し読出要求を送るのかを示す。−＿−
は、これがＤｅｌｅＧａｔｅの中継記法であることを示
す。残りのｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｘｘｘ．ｃｏ．ｊｐ
／ｔｅｓｔ／ｉｎｄｅｘ．ｈｔｍｌが、本来の読出要求
のＵＲＬである。

【０２６６】ＤｅｌｅＧａｔｅが上記読出要求を受信す
ると、ｐｒｏｘｙサーバ計算機ｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ
のポート番号１００８０で示されるｐｒｏｘｙプロセス
に対し、ＵＲＬで示されるファイルオブジェクトの読出
要求を中継する。すなわち、読出要求の中で、中継する
ｐｒｏｘｙサーバ計算機を指定することが可能である。

【０２６７】フィルタ機能は、外部プログラムを利用し
てＤｅｌｅＧａｔｅ機能を拡張するための仕組みであ
る。ＤｅｌｅＧａｔｅはクライアント計算機もしくは他
のｐｒｏｘｙサーバ計算機からの読出要求を受信する
と、受信した読出要求を一旦外部プログラムに引渡し、
この外部プログラムによって処理された読出要求を再び
受取って中継等の処理を行なうことが可能である。

【０２６８】図１１は、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機の
内部構成を示す図である。実施の形態４において、Ｄｅ
ｌｅＧａｔｅによって実現されるｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ
プロセス８１が、たとえば、数２４に示すＵＲＬを含む
読出要求を受信したとする。

【０２６９】

【数２４】

【０２７０】これは、ｗｗｗ．ｘｘｘ．ｃｏ．ｊｐで表
わされるサーバ計算機１１にこの読出要求を送信するこ
とを示している。

【０２７１】しかし、実施の形態４ではＤｅｌｅＧａｔ
ｅのフィルタ機能により、外部プログラムとして実現さ
れたｐｒｏｘｙ切換制御部８２においてＵＲＬをもとに
ハッシュ関数の計算を行ない（図９のＳ３２〜Ｓ３
３）、その演算結果によってｐｒｏｘｙサーバ計算機ｐ
ｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ１が選択されたとすると、上記読
出要求内のＵＲＬを数２５のように書替える（図９のＳ
３４）。

【０２７２】

【数２５】

【０２７３】外部プログラムであるｐｒｏｘｙ切換制御
部８２によって書替えられた読出要求を受取ったｒｅｄ
ｉｒｅｃｔｏｒプロセス８１は、ｐｒｏｘｙｓｅｖｅｒ
１で表わされるｐｒｏｘｙサーバ計算機にｗｗｗ．ｘｘ
ｘ．ｃｏ．ｊｐで表わされるサーバ計算機１１に対する
読出要求を中継する（図９のＳ３５）。

【０２７４】したがって、ハッシュ関数で計算された結
果に基づいてＵＲＬ中のｐｒｏｘｙサーバ計算機のアド
レスをｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ１に変えることにより、
元の読出要求のＵＲＬに基づいて中継するｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機を選択することができる。実際に、２台のｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機を用意し、ハッシュ関数はＵＲＬ
に含まれるファイルオブジェクト名称の文字の文字コー
ドをすべて加算し（図８のＳ３２）、ｐｒｏｘｙサーバ
計算機の台数２で割った剰余を使用した（図８のＳ３
３）。すなわち、ハッシュ関数の計算結果が０であった
場合ｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ０により中継し、１であっ
た場合はｐｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ１で中継を行なうもの
とする。

【０２７５】図１０は、図２に示す同一ページのファイ
ルオブジェクトが、２台のｐｒｏｘｙサーバ計算機に分
散されるようすを示したものである。図１０の上段は、
本来の読出要求のＵＲＬ、ファイルオブジェクト名称の
文字コードの総計（ｃｈｅｃｋ ｓｕｍ）、文字コード
の総計をｐｒｏｘｙサーバ計算機の台数である２で割っ
た余りおよび選択されたｐｒｏｘｙサーバ計算機のアド
レスを示している。図１０の下段は、ｐｒｏｘｙ切換制
御部８２で書替られたＵＲＬを示している。この例で
は、ハッシュ関数の結果が０の方が多くなっており、ｐ
ｒｏｘｙｓｅｒｖｅｒ０への中継が多くなってしまう
が、これはサンプル数が少ないことによるものである。
実際の運用では膨大なアクセスが、ハッシュ関数による
分散が確率的に均等になるという性質のもとに、ほぼ２
分の１ずつ均等に分散されることが確認されている。

【０２７６】以上説明したように、複数あるｐｒｏｘｙ
サーバ計算機が別々な経路で広域ネットワークに接続さ
れている場合、クライアント計算機からのアクセス要求
を複数あるｐｒｏｘｙサーバ計算機に分散することは、
複数ある経路に分散することでもある。したがって経路
の有効利用が可能となり、スループットが向上する。ｐ
ｒｏｘｙサーバ計算機の処理能力には限界があるが、ク
ライアント計算機からのアクセス要求が複数のｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機に分散されることにより、ｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機１台で処理されるアクセス要求数が減少し、
スループットが向上する。

【０２７７】また、同一ページ内に複数のファイルオブ
ジェクトが含まれている場合、それらのファイルオブジ
ェクトに対するアクセス要求も複数のｐｒｏｘｙサーバ
計算機によって分散して処理されるので、単一ページの
アクセス速度も向上する。

【０２７８】また、どのクライアント計算機からの中継
要求であっても、同一ＵＲＬに対するハッシュ関数が同
じであるので、常に同じｐｒｏｘｙサーバ計算機が選択
されることになり、同一ＵＲＬのアクセスが２回以上あ
ればキャッシュによるアクセスの高速化が図れる。さら
に、ハッシュ関数が一意にきまるものであれば任意の関
数が選択できるので、ｐｒｏｘｙサーバ計算機の数もま
た任意の台数が使用できる。

【０２７９】実施の形態４において、ハッシュ関数内で
使われているＵＲＬに含まれる文字の文字コードをすべ
て加算した値（ｃｈｅｃｋ ｓｕｍ）は、平均して数千
程度になることが確かめられている。たとえば、シャー
プ奈良工場における実施においては、１９９６年３月１
３日に実測された３０４８１件のファイルオブジェクト
に対するアクセス要求のＵＲＬに含まれる文字や文字コ
ードの合計の平均は４４３８（小数点以下四捨五入）で
あった。

【０２８０】前述したとおり、実施の形態４ではこのア
クセス要求のＵＲＬに含まれる文字や文字コードの合計
をｐｒｏｘｙサーバ計算機の台数で割った剰余をハッシ
ュ関数として使用し、ｐｒｏｘｙサーバ計算機の選択に
使用している。したがって、図１０の例ではｐｒｏｘｙ
サーバ計算機は２台であるが、この台数が数千程度であ
っても、ハッシュ関数によるｐｒｏｘｙサーバ計算機の
選択はほぼ均等に行なわれると考えられる。

【０２８１】また、同一のハッシュ関数であれば、ｒｅ
ｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機の数は任意である。したがっ
て、本方式ではスケーラビリティも非常に優れている。

【０２８２】また、本方式ではキャッシュ付のｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機は既存のものをそのまま使用することが
可能である。したがって、図２４の従来の方式に比べ導
入が容易で経済的である。また、クライアント計算機に
関しても、既存のクライアント計算機を使用して、ｒｅ
ｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機を既存のｐｒｏｘｙサーバ計算
機に見立てて設定を行なうだけでよく、特殊なクライア
ント計算機を用意する必要はない。

【０２８３】［実施の形態５］実施の形態５は、実施の
形態４において独立した計算機上で実行していたｒｅｄ
ｉｒｅｃｔｏｒプロセスを、クライアント計算機２４上
で実行する。図１２は、実施の形態５における装置の内
部構成を示す図であり、クライアント計算機２４内のク
ライアントプロセス８４（図８のクライアント計算機２
４と同じ動作をするプロセス）からの読出要求は、ロー
カルネットワーク上には送出されず、クライアント計算
機２４内部のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス８５に直接
送信される。この送信は、たとえばＵＮＩＸのメッセー
ジ通信によって行なわれる。

【０２８４】ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス８５がアク
セス要求を受信した後の処理は、上述したｒｅｄｉｒｅ
ｃｔｏｒ計算機７２〜７７内で動作するｒｅｄｉｒｅｃ
ｔｏｒプロセス８１と同様であり、ローカルネットワー
クを介する他のクライアント計算機からのアクセス要求
を受信して処理することも可能である。したがって、こ
こでの詳細な説明は繰返さない。また、このｒｅｄｉｒ
ｅｃｔｏｒプロセス８５の機能をクライアントプロセス
８４のプログラムに直接組込むことも可能である。

【０２８５】図８に示す実施の形態４のクライアント計
算機２４とｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７との
通信が、実施の形態５では同じクライアント計算機２４
内部で処理されるため、ローカルネットワーク上での通
信量が削減できる。したがって、独立したｒｅｄｉｒｅ
ｃｔｏｒ計算機を用意する必要がなく、クライアント計
算機２４を利用してｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機の機能
を実現できるためコストの削減が可能となる。

【０２８６】［実施の形態６］実施の形態６では、実施
の形態４において独立した計算機上で実行していたｒｅ
ｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスを、ｐｒｏｘｙサーバ計算機
上で実行する。図１３は、実施の形態６における装置の
内部構成を示す図であり、たとえば、クライアント計算
機２４ｂから読出要求があった場合に、その読出要求は
ｐｒｏｘｙサーバ計算機９９内のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ
プロセス９１で受信される。その後、ｒｅｄｉｒｅｃｔ
ｏｒプロセス９１は、図９を用いて説明したようにアク
セス要求を中継するｐｒｏｘｙサーバ計算機を選択し、
その選択されたｐｒｏｘｙサーバ計算機が９８であれ
ば、ｐｒｏｘｙサーバ計算機９８のｐｒｏｘｙプロセス
８６に対してアクセス要求を中継する（９２）。また、
受信したｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセスの動作している
ｐｒｏｘｙサーバ計算機と選択されたｐｒｏｘｙサーバ
計算機がともに９９である場合、読出要求の中継はネッ
トワーク上に送出されずｐｒｏｘｙサーバ計算機９９内
部で直接行なわれる（９３）。そして、ｐｒｏｘｙプロ
セス（８６または８９）が広域ネットワーク６１を介し
てサーバ計算機１１に対してアクセス要求を送出する
（６２または６３）。

【０２８７】同様に、クライアント計算機２４ａから読
出要求があった場合に、その読出要求は、ｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機９８上のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス９６
で受信される。その後、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス
は、ｐｒｏｘｙサーバ計算機の選択を行ない、その選択
されたｐｒｏｘｙサーバ計算機が９９であれば、ｐｒｏ
ｘｙサーバ計算機９９のｐｒｏｘｙプロセス８９に対し
てアクセス要求を中継する（９５）。

【０２８８】また、受信したｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロ
セスの動作しているｐｒｏｘｙサーバ計算機と選択され
たｐｒｏｘｙサーバ計算機がともに９８である場合、読
出要求の中継はネットワーク上に送出されずｐｒｏｘｙ
サーバ計算機９８内部で直接行なわれる（９６）。そし
て、ｐｒｏｘｙプロセス（８６または８９）が広域ネッ
トワーク６１を介してサーバ計算機１１に対してアクセ
ス要求を送出する（６２または６３）。

【０２８９】サーバ計算機１１から取得したファイルオ
ブジェクトをキャッシュファイル（８７または９０）に
格納する処理は、上述した処理と同様であるので詳細な
説明は繰返さない。

【０２９０】また、このｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス
の機能を、ｐｒｏｘｙサーバ計算機上でｐｒｏｘｙサー
バとしての機能を実現しているプログラムに直接組込む
ことも可能である。

【０２９１】したがって、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機
とｐｒｏｘｙサーバ計算機の通信の一部がｐｒｏｘｙサ
ーバ計算機内部で処理されるため、ローカルネットワー
ク上での通信量が削減できる。また、独立したｒｅｄｉ
ｒｅｃｔｏｒ計算機を用意する必要がなく、ｐｒｏｘｙ
サーバ計算機を利用してｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機の
機能を実現できるためコストを削減することが可能にな
る。

【０２９２】［実施の形態７］実施の形態４のｒｅｄｉ
ｒｅｃｔｏｒ計算機７２〜７７はアクセス要求の中継の
みを行なっていた。しかし、図２３で説明したようなツ
リー状の構成が有効であるような大規模なローカルネッ
トワークでは、１次キャッシュｐｒｏｘｙサーバ計算機
５０３〜５０８の持つキャッシュ機能をｒｅｄｉｒｅｃ
ｔｏｒ計算機に持たせることによって、ネットワーク上
の通信量およびｐｒｏｘｙサーバ計算機の負荷を軽減す
ることが可能となる。図１４は、そのシステム構成を示
す図である。ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒサーバ計算機４０〜
４５は、図１１に示すｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機８０
と図１６に示すｐｒｏｘｙサーバ計算機１３を組合せる
ことにより可能である。すなわち、図１６のリード要求
１７を図１１のｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒプロセス８１が受
信することによって実現可能であるので、ここでの詳細
な説明は繰返さない。また、実施の形態５におけるクラ
イアント計算機内部でキャッシュを行なうことによって
も、ローカルネットワーク上の通信量の削減とｐｒｏｘ
ｙサーバ計算機の負荷を軽減することが可能となる。

【０２９３】上述したように、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計
算機においてキャッシュすることにより、ローカルネッ
トワーク上のでの通信量およびｐｒｏｘｙサーバ計算機
の負荷を軽減することができる。

【０２９４】［実施の形態８］上述した実施の形態４か
ら７は、排他的に使用されなければいけないものではな
い。すなわち、実施の形態８においてはｒｅｄｉｒｅｃ
ｔｏｒ機能を実現するすべての計算機（ｐｒｏｘｙサー
バ計算機、クライアント計算機、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ
計算機）において、ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能の使用す
るハッシュ関数が同一であり、すべてのアクセス要求が
それぞれ同一のｐｒｏｘｙサーバ計算機等のキャッシュ
機能を有する計算機で中継およびキャッシュされれば、
実施の形態４〜７に記載された各種の計算機は、単一の
ネットワーク内に混在して使用されても全く問題はな
い。したがって、それぞれの会社等の組織におけるさま
ざまなネットワークや計算機の運用事情に応じ、非常に
柔軟なネットワーク運用を行なうことが可能となる。

【０２９５】ある程度以上の大規模なローカルネットワ
ークでは、広域ネットワークとの接続が複数の経路（図
８の６２〜６４）からなる場合もある。そのような場
合、ｐｒｏｘｙサーバ計算機ごとに異なる経路を使用す
ると、クライアント計算機からのアクセス要求を複数あ
る経路に分散して中継することになる。したがって、複
数ある広域ネットワークとの通信経路を有効利用し、広
域ネットワークとローカルネットワークとの通信のスル
ープット向上が図れる。

【０２９６】実際の運用においては、すべての計算機の
設定を一度に変えることは現実的ではない。移行には暫
く時間がかかることが普通である。より効率のよい運用
を図るためには、すべてのｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能を
有する計算機内でハッシュ関数を一致させる必要がある
ため、すべてのクライアント計算機がｒｅｄｉｒｅｃｔ
ｏｒ計算機を利用するようシステムを構築するか、クラ
イアント計算機がｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能を持つ必要
がある。しかし、そのようなシステムを構築しなくても
ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能を有する計算機を使用するこ
とは可能である。すなわち、本発明の各方式では、従来
のｐｒｏｘｙサーバ計算機やクライアント計算機を全く
手を付けない状態で、システムの一部にｒｅｄｉｒｅｃ
ｔｏｒ機能を持たせて、システム全体はそのまま使用す
ることも可能である。

【０２９７】同様に、システムの再構築の際、複数のｒ
ｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能におけるハッシュ関数が一致し
ない場合もあり得る。このような場合でも、システム全
体の動作自体には影響はないので、通常と同様に利用が
可能である。上述したいずれの場合も利用は可能である
が、ｐｒｏｘｙサーバ計算機その他の有効利用の観点か
らは望ましい状況とはいえない。したがって、できるだ
け早い時期にすべてのｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ機能を有す
る計算機での設定を統一させることが望ましい。しかし
移行期に新旧の設定を混在していても不必要な混乱を起
こさず、スムーズに移行することが可能である。

【０２９８】なお、ｈｔｔｐプロトコルを含めた参考文
献リストを以下に示す。

【０２９９】

【数２６】

【０３００】

【数２７】

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明におけるゲートウェイ装置の一例である
ｐｒｏｘｙサーバ計算機の動作概念図である。

【図２】ＷＷＷサーバ内の情報ページをクライアント計
算機に読出したときの表示画面を示す図である。

【図３】実施の形態１のゲートウェイ装置であるｐｒｏ
ｘｙサーバ計算機で行なわれるキャッシュ更新プロセス
の処理手順を示すフローチャートである。

【図４】ｐｒｏｘｙプロセスにおけるキャッシュファイ
ル管理の処理手順を示すフローチャートである。

【図５】実施の形態２のゲートウェイ装置であるｐｒｏ
ｘｙサーバ装置で行なわれるキャッシュ更新プロセスの
処理手順を示すフローチャートである。

【図６】実施の形態３のゲートウェイ装置であるｐｒｏ
ｘｙサーバ装置で行なわれるキャッシュ更新プロセスの
処理手順を示すフローチャートである。

【図７】本発明を実施した場合のサーバ計算機とクライ
アント計算機の間で転送されるデータのタイムチャート
である。

【図８】実施の形態４における分散ファイルシステムの
全体構成を示す図である。

【図９】実施の形態４におけるｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計
算機の処理手順を示すフローチャートである。

【図１０】図２に示す同一ページのファイルオブジェク
トに対するアクセス要求が２台のサーバ計算機に分散さ
れるようすを示す図である。

【図１１】実施の形態４におけるｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ
計算機の内部構成を示す図である。

【図１２】実施の形態５におけるクライアント計算機の
内部構成を示す図である。

【図１３】実施の形態６におけるｐｒｏｘｙサーバ計算
機の内部構成を示す図である。

【図１４】実施の形態７における分散ファイルシステム
の全体構成を示す図である。

【図１５】従来のゲートウェイ計算機の構成を示す図で
ある。

【図１６】ｐｒｏｘｙサーバ装置の概念図である。

【図１７】ｐｒｏｘｙサーバ装置の回路構成の第１の例
を示す図である。

【図１８】ｐｒｏｘｙサーバ装置の回路構成の第２の例
を示す図である。

【図１９】ｐｒｏｘｙサーバ装置の回路構成の第３の例
であって、本願発明の実施の形態でｐｒｏｘｙサーバ装
置としても使用されるｐｒｏｘｙサーバ装置の回路構成
を示す図である。

【図２０】キャッシュヒット率と平均アクセス速度との
関係を示すグラフである。

【図２１】キャッシュファイルサイズとキャッシュヒッ
ト率との関係を示すグラフである。

【図２２】キャッシュ有効期限とキャッシュファイルの
大きさとの関係を示すグラフである。

【図２３】従来の分散ファイルシステムの全体構成の第
１の例を示す図である。

【図２４】従来の分散ファイルシステムの全体構成の第
２の例を示す図である。

【図２５】従来の分散ファイルシステムの全体構成の第
３の例を示す図である。

【図２６】従来の分散ファイルシステムにおけるサーバ
計算機内のデータの更新とクライアント計算機が読出し
たデータとの関係を示すタイムチャートである。

【符号の説明】 １１ サーバ計算機 １４ 第１のｐｒｏｘｙプロセス １５ アクセスログ １６ キャッシュファイル ３０ パターンファイル ３４ 第２のｐｒｏｘｙプロセス ３５ ＦＩＦＯバッファ ３６ キャッシュ更新プロセス ７２〜７７ ｒｅｄｉｒｅｃｔｏｒ計算機

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平３−263940（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−55072（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−313126（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−309264（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−12388（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−204347（ＪＰ，Ａ) −Ｓｕｐｅｒ Ｐｒｏｘｙ Ｓｃｒｉ ｐｔ− ＵＲＬハッシュ式分散Ｐｒｏｘ ｙキャッシュ，日本，シャープ株式会 社，1996年 ８月 ９日，ＣＳＤＢ： ＪＰ−Ｎ４−01−6782，ＵＲＬ，ｈｔｔ ｐ；／／ｎａｒａｇｗ．ｓｈａｒｐ．ｃ ｏ．ｊｐ／ｓｐｓ／ｉｎｄｅｘｊ．ｈｔ ｍｌ (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/00 546 G06F 13/00 540 G06F 17/30 H04L

Claims (7)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 クライアント計算機が接続される第１の
   ネットワークと、サーバ計算機が接続される第２のネッ
   トワークとの間に介在するように設けられるゲートウェ
   イ装置であって、 前記第１のネットワークのクライアント計算機からのフ
   ァイルオブジェクトに対するアクセス要求に応答して、
   当該ファイルオブジェクトにより指定される前記第２の
   ネットワークのサーバ計算機に対して、当該ファイルオ
   ブジェクトに対するアクセス要求を行なうネットワーク
   ファイル中継手段を含み、 前記ネットワークファイル中継手段は、 取得したファイルオブジェクトを、所定の有効期限が経
   過するまで一時的に蓄積するとともに、最終変更時刻を
   ファイルオブジェクト単位で記録するためのキャッシュ
   ファイル手段と、 過去の一定期間内に行なわれたファイルオブジェクトの
   転送記録を蓄積するファイル転送記録手段と、 ファイルオブジェクトに対するアクセス要求に応答し
   て、当該ファイルオブジェクトの最終変更時刻を参照
   し、有効期限内のファイルオブジェクトが前記キャッシ
   ュファイル手段に存在する場合は当該ファイルオブジェ
   クトをクライアント計算機に転送し、有効期限内のファ
   イルオブジェクトが前記キャッシュファイル手段に存在
   しない場合には当該ファイルオブジェクトにより指定さ
   れるサーバ計算機の当該ファイルオブジェクトを取得し
   てクライアント計算機に転送するための転送手段とを含
   み、 前記ゲートウェイ装置はさらに、前記ファイル転送記録
   手段から所定の規則に従って転送記録を抽出し、当該転
   送記録のファイルオブジェクトを前記第２のネットワー
   クのサーバ計算機から取得して前記キャッシュファイル
   手段に格納するためのキャッシュ更新手段を含むゲート
   ウェイ装置。
2. 【請求項２】 前記キャッシュ更新手段はさらに、特定
   の文字列パターンを予め記憶するための文字列パターン
   記憶手段を含み、 前記キャッシュ更新手段は、前記特定の文字列パターン
   と一致するファイルオブジェクト名称を含む転送記録を
   前記ファイル転送記録手段から抽出し、当該ファイルオ
   ブジェクトを前記第２のネットワークのサーバ計算機か
   ら取得して前記キャッシュファイル手段に格納する、請
   求項１記載のゲートウェイ装置。
3. 【請求項３】 前記ネットワークファイル中継手段は、
   各々が第１のネットワークのクライアント計算機からの
   ファイルオブジェクトのアクセス要求を処理するための
   第１の転送プロセスを複数個、同時並列的に起動させ、 前記キャッシュ更新手段は、各々が１つの前記ファイル
   オブジェクトの取得を行なうための第２の転送プロセス
   を複数個、同時並列的に起動させ、前記第１の転送プロ
   セスの数を検知して、前記第１の転送プロセスの数と前
   記第２の転送プロセスの数との和が予め定められる上限
   以下となるように前記第２の転送プロセスの新たな起動
   を制御する、請求項１記載のゲートウェイ装置。
4. 【請求項４】 前記キャッシュ更新手段は、前記ファイ
   ル転送記録手段の中から、キャッシュにヒットしたファ
   イルオブジェクトの転送記録を抽出し、当該ファイルオ
   ブジェクトを前記第２のネットワークのサーバ計算機か
   ら取得して前記キャッシュファイル手段に格納する、請
   求項１記載のゲートウェイ装置。
5. 【請求項５】 前記キャッシュ更新手段はさらに、前記
   ファイル転送記録手段の末尾から転送記録を順次読出し
   て格納し、先に格納された転送記録から順に出力するＦ
   ＩＦＯバッファ手段を含み、 前記キャッシュ更新手段は、前記ＦＩＦＯバッファ手段
   から転送記録を読出して、当該転送記録のファイルオブ
   ジェクトを前記第２のネットワークのサーバ計算機から
   取得して前記キャッシュファイル手段に格納する、請求
   項１記載のゲートウェイ装置。
6. 【請求項６】 前記キャッシュ更新手段は、前記ファイ
   ル転送記録手段から抽出した転送記録のファイルオブジ
   ェクトの前回の更新が所定時間以内であれば、前記第２
   のネットワークのサーバ計算機へのアクセスを行なわな
   い、請求項１記載のゲートウェイ装置。
7. 【請求項７】 クライアント計算機とサーバ計算機とキ
   ャッシュサーバ計算機とが少なくとも１つのネットワー
   クを含むネットワーク網上に構成され、該ネットワーク
   網に接続されるゲートウェイ装置であって、 前記クライアント計算機からのファイルオブジェクトに
   対するアクセス要求に対して、当該アクセス要求に含ま
   れるファイルオブジェクトを特定するデータに基づい
   て、アクセス要求を出力すべきゲートウェイ装置を決定
   する演算を行ない、該演算結果に基づいてゲートウェイ
   装置を選択し、該選択が他のゲートウェイ装置であれ
   ば、当該アクセス要求を前記他のゲートウェイ装置へ出
   力するための中継制御手段と、 前記サーバ計算機から取得したファイルオブジェクト
   を、所定の有効期限が経過するまで一時的に蓄積すると
   ともに、最終変更時刻をファイルオブジェクト単位で記
   録するためのキャッシュファイル手段と、 過去の、一定時間内に行なわれたファイルオブジェクト
   の転送記録を蓄積するためのファイル転送記録手段と、 前記中継制御手段が自身のゲートウェイ装置を選択した
   場合と前記他のゲートウェイ装置からアクセス要求を受
   信した場合に、ファイルオブジェクトに対するアクセス
   要求に応答して、当該ファイルオブジェクトの最終変更
   時刻を参照し、有効期限内のファイルオブジェクトが前
   記キャッシュファイル手段に存在する場合は当該ファイ
   ルオブジェクトをクライアント計算機に転送し、有効期
   限内のファイルオブジェクトが前記キャッシュファイル
   手段に存在しない場合には当該ファイルオブジェクトに
   より指定されるサーバ計算機の当該ファイルオブジェク
   トを取得してクライアント計算機に転送するための転送
   手段とを含むゲートウェイ装置。