JP2000163276A - ネットワークワイド予備方式 - Google Patents
ネットワークワイド予備方式Info
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- JP2000163276A JP2000163276A JP10341316A JP34131698A JP2000163276A JP 2000163276 A JP2000163276 A JP 2000163276A JP 10341316 A JP10341316 A JP 10341316A JP 34131698 A JP34131698 A JP 34131698A JP 2000163276 A JP2000163276 A JP 2000163276A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 ネットワーク全体としての信頼性の向上とリ
ソースの効率的利用を実現し、ノードで実行されるアプ
リケーションが予備の制御を意識する必要のないネット
ワークワイド予備方式を提供すること。 【解決手段】 現用ノード１０から予備ノード２０に引
き継ぐ情報を、アプリケーションによって書き込まれ、
時々刻々変化する状態情報と、ある時点における引き継
ぎ情報であり、一定時間毎にＯＳによって書き込まれる
チェックポイント情報とに分け、これらの情報を分散メ
モリカップラ１２，２３及びＡＴＭネットワーク３０で
構成されるネットワーク共有メモリを介して、現用ノー
ド１０のメモリ１２から予備ノード２０のメモリ２２ま
たはバッファ２４へ送り、これによって予備ノード２０
での処理の続行を可能とする。
ソースの効率的利用を実現し、ノードで実行されるアプ
リケーションが予備の制御を意識する必要のないネット
ワークワイド予備方式を提供すること。 【解決手段】 現用ノード１０から予備ノード２０に引
き継ぐ情報を、アプリケーションによって書き込まれ、
時々刻々変化する状態情報と、ある時点における引き継
ぎ情報であり、一定時間毎にＯＳによって書き込まれる
チェックポイント情報とに分け、これらの情報を分散メ
モリカップラ１２，２３及びＡＴＭネットワーク３０で
構成されるネットワーク共有メモリを介して、現用ノー
ド１０のメモリ１２から予備ノード２０のメモリ２２ま
たはバッファ２４へ送り、これによって予備ノード２０
での処理の続行を可能とする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ネットワークで接
続されたノードの予備方式に関するものである。
続されたノードの予備方式に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】フォールトトレラントシステムの一つの
形態として、現用ノードと予備ノードを用いて現用ノー
ドがダウンした際、予備ノードが処理を継続するという
システムがある。
形態として、現用ノードと予備ノードを用いて現用ノー
ドがダウンした際、予備ノードが処理を継続するという
システムがある。
【０００３】現用ノードのメモリ上にある状態情報を予
備ノードのメモリ上に逐次コピーすること、即ちメモリ
二重書きによって、現用ノードがダウンした場合に予備
ノードに切り替えることで現用ノードで行っていた処理
を継続する方法としては、例えば特開平３−１３６１５
１号公報に記載された発明のようなものが知られてい
る。
備ノードのメモリ上に逐次コピーすること、即ちメモリ
二重書きによって、現用ノードがダウンした場合に予備
ノードに切り替えることで現用ノードで行っていた処理
を継続する方法としては、例えば特開平３−１３６１５
１号公報に記載された発明のようなものが知られてい
る。
【０００４】また、ネットワーク上に予備ノードを置
き、サーバである現用ノードがクライアントに対して資
源を発行する毎に資源管理情報を定期的に記憶装置に記
録し、現用ノードの故障時に予備ノードが読み出して資
源管理情報を再構築する方法としては、特開平８−１１
０８９５号公報に記載された発明のようなものが知られ
ている。
き、サーバである現用ノードがクライアントに対して資
源を発行する毎に資源管理情報を定期的に記憶装置に記
録し、現用ノードの故障時に予備ノードが読み出して資
源管理情報を再構築する方法としては、特開平８−１１
０８９５号公報に記載された発明のようなものが知られ
ている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかし、従来の予備方
式では次のような問題があった。
式では次のような問題があった。
【０００６】即ち、メモリ二重書きによる予備方式で
は、現用ノードと予備ノードが一対一に接続されている
ため、（１）現用ノードと同じ量の予備ノードが必要で
あり、例えば１つの予備ノードが複数の現用ノードの予
備になるという構成が実現できない、（２）現用ノード
と予備ノードとの関係が固定的であり、あるノードの予
備を別のノードに変更したいという要求に柔軟に対応で
きない、という問題があった。
は、現用ノードと予備ノードが一対一に接続されている
ため、（１）現用ノードと同じ量の予備ノードが必要で
あり、例えば１つの予備ノードが複数の現用ノードの予
備になるという構成が実現できない、（２）現用ノード
と予備ノードとの関係が固定的であり、あるノードの予
備を別のノードに変更したいという要求に柔軟に対応で
きない、という問題があった。
【０００７】また、ネットワーク上に予備ノードを置く
方式では、（３）現用ノード上のアプリケーション（ク
ライアントソフトやサーバソフトを含む。）がチェック
ポイントを意識する必要がある、という問題があった。
方式では、（３）現用ノード上のアプリケーション（ク
ライアントソフトやサーバソフトを含む。）がチェック
ポイントを意識する必要がある、という問題があった。
【０００８】本発明の目的は、これらの問題を解決し、
ネットワーク全体としての信頼性の向上とリソースの効
率的利用を実現し、さらにノードで実行されるアプリケ
ーションが予備の制御を意識する必要のないネットワー
クワイド予備方式を提供することにある。
ネットワーク全体としての信頼性の向上とリソースの効
率的利用を実現し、さらにノードで実行されるアプリケ
ーションが予備の制御を意識する必要のないネットワー
クワイド予備方式を提供することにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明の基本的な考え方
は、現用ノード上の情報を予備ノードにコピーするにあ
たり、現用ノードと予備ノードとの間にバッファを設け
ることにより、予備ノードのメモリ上に、現用ノードに
おける安定した状態の情報を記憶させるものである。
は、現用ノード上の情報を予備ノードにコピーするにあ
たり、現用ノードと予備ノードとの間にバッファを設け
ることにより、予備ノードのメモリ上に、現用ノードに
おける安定した状態の情報を記憶させるものである。
【００１０】現用ノードから予備ノードに引き継ぐ情報
を、アプリケーションによって書き込まれ、時々刻々変
化する状態情報と、ある時点における引き継ぎ情報であ
り、一定時間毎にＯＳによって書き込まれるチェックポ
イント情報とに分ける。
を、アプリケーションによって書き込まれ、時々刻々変
化する状態情報と、ある時点における引き継ぎ情報であ
り、一定時間毎にＯＳによって書き込まれるチェックポ
イント情報とに分ける。
【００１１】アプリケーションは、状態情報とチェック
ポイント情報の１セットによって、現用ノードのダウン
時に予備ノードによってリカバスタートすることができ
る。
ポイント情報の１セットによって、現用ノードのダウン
時に予備ノードによってリカバスタートすることができ
る。
【００１２】ここで、状態情報は、アプリケーションオ
ブジェクトのインスタンス変数等のアプリケーション実
行中に書き変えられる情報である。アプリケーションオ
ブジェクトが状態情報を変更されても、アプリケーショ
ンオブジェクトからは、予備ノードへのコピーが行われ
たことは意識されない。状態情報変更のメモリ書き込み
を契機に、分散メモリカップラが、自動的にバッファに
メモリ更新情報を送信する。
ブジェクトのインスタンス変数等のアプリケーション実
行中に書き変えられる情報である。アプリケーションオ
ブジェクトが状態情報を変更されても、アプリケーショ
ンオブジェクトからは、予備ノードへのコピーが行われ
たことは意識されない。状態情報変更のメモリ書き込み
を契機に、分散メモリカップラが、自動的にバッファに
メモリ更新情報を送信する。
【００１３】また、チェックポイント情報は、定期的あ
るいは処理の切れ目においてＯＳがアプリケーションと
は無関係に作成するものであり、予備ノードが立ち上が
るのに必要な制御情報のうち、状態情報としては送られ
ないもの、例えばレジスタやＭＰＵ内部にあるＴＬＢ
（Ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ Ｌｏｏｋａｓｉｄｅ Ｂｕ
ｆｆｅｒ；ページ変換テーブル）の内容等である。
るいは処理の切れ目においてＯＳがアプリケーションと
は無関係に作成するものであり、予備ノードが立ち上が
るのに必要な制御情報のうち、状態情報としては送られ
ないもの、例えばレジスタやＭＰＵ内部にあるＴＬＢ
（Ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ Ｌｏｏｋａｓｉｄｅ Ｂｕ
ｆｆｅｒ；ページ変換テーブル）の内容等である。
【００１４】現用ノードでのチェックポイント情報作成
中は、他からの割込みを禁止することによって、状態情
報の変化が発生しないようにする。
中は、他からの割込みを禁止することによって、状態情
報の変化が発生しないようにする。
【００１５】現用ノードと予備ノードとの間の情報の転
送にはネットワークワイド共有メモリを用いることがで
きる。
送にはネットワークワイド共有メモリを用いることがで
きる。
【００１６】ネットワークワイド共有メモリは、分散メ
モリカップラによって実現される。分散メモリカップラ
は、現用ノード上でのメモリアクセスを監視し、予備ノ
ードとの共有領域へのアクセスがあった場合は、ネット
ワークを用いて予備ノードに転送する機能を持つ。
モリカップラによって実現される。分散メモリカップラ
は、現用ノード上でのメモリアクセスを監視し、予備ノ
ードとの共有領域へのアクセスがあった場合は、ネット
ワークを用いて予備ノードに転送する機能を持つ。
【００１７】現用ノードの障害は、一定時間以上、チェ
ックポイント情報が予備ノードに到達しないことで検出
できる。
ックポイント情報が予備ノードに到達しないことで検出
できる。
【００１８】このように、本発明によれば、現用ノード
と予備ノードは固定的な信号線ではなくネットワークに
よって接続されるため、前述した構成的な制約を解決す
ることができる。
と予備ノードは固定的な信号線ではなくネットワークに
よって接続されるため、前述した構成的な制約を解決す
ることができる。
【００１９】現用ノードの状態情報については、更新さ
れる度に、分散メモリカップラによって更新情報がバッ
ファに送られるため、チェックポイント情報は最小限の
もので良い。そのため、チェックポイント実行のオーバ
ヘッドを小さくできる。また分散メモリカップラの動作
は自律的に行われるため、アプリケーションから見てネ
ットワークワイド予備の制御を意識しなくて良い。
れる度に、分散メモリカップラによって更新情報がバッ
ファに送られるため、チェックポイント情報は最小限の
もので良い。そのため、チェックポイント実行のオーバ
ヘッドを小さくできる。また分散メモリカップラの動作
は自律的に行われるため、アプリケーションから見てネ
ットワークワイド予備の制御を意識しなくて良い。
【００２０】
【００２１】
【実施の形態１】まず、請求項１、２に基づく第１の実
施の形態について説明する。
施の形態について説明する。
【００２２】図１は本発明の請求項１に対応するシステ
ム構成の一例を示すもので、図中、１０は現用ノード、
２０は予備ノード、３０はＡＴＭネットワーク、１１，
２１はＭＰＵ、１２，２２はメモリ、１３，２３は分散
メモリカップラ、２４はバッファである。
ム構成の一例を示すもので、図中、１０は現用ノード、
２０は予備ノード、３０はＡＴＭネットワーク、１１，
２１はＭＰＵ、１２，２２はメモリ、１３，２３は分散
メモリカップラ、２４はバッファである。
【００２３】各ノード１０，２０は分散メモリカップラ
１３，２３を備えており、ＡＴＭネットワーク３０に接
続されている。これによってネットワークワイドでの共
有メモリを実現する。予備ノード２０は状態情報の書き
替え履歴を記録するためのバッファ２４を備える。
１３，２３を備えており、ＡＴＭネットワーク３０に接
続されている。これによってネットワークワイドでの共
有メモリを実現する。予備ノード２０は状態情報の書き
替え履歴を記録するためのバッファ２４を備える。
【００２４】図２は請求項２に対応するメモリの配置と
データの流れを示すものである。
データの流れを示すものである。
【００２５】各ノード１０，２０では、図２に示すよう
に状態情報、チェックポイント情報がメモリ１２，２２
上に格納される。現用ノード１０から予備ノード２０上
のバッファ２４への状態情報のコピーは、ネットワーク
ワイド共有メモリによってハードウェア自律（ソフトに
よる指示が不要）で実行される。
に状態情報、チェックポイント情報がメモリ１２，２２
上に格納される。現用ノード１０から予備ノード２０上
のバッファ２４への状態情報のコピーは、ネットワーク
ワイド共有メモリによってハードウェア自律（ソフトに
よる指示が不要）で実行される。
【００２６】現用ノード１０から予備ノード２０へのチ
ェックポイント情報のコピーも、ネットワークワイド共
有メモリを用いて実行される。
ェックポイント情報のコピーも、ネットワークワイド共
有メモリを用いて実行される。
【００２７】予備ノード２０のバッファ２４から予備ノ
ード２０のメモリ２２への状態情報のコピーは、チェッ
クポイント情報のコピーの完了後に実行される。
ード２０のメモリ２２への状態情報のコピーは、チェッ
クポイント情報のコピーの完了後に実行される。
【００２８】現用ノード１０に障害が発生した場合、予
備ノード２０はその時点で揃っている最新のチェックポ
イント情報と状態情報をメモリ２２上に復元し、現用ノ
ード１０の処理を続行する。
備ノード２０はその時点で揃っている最新のチェックポ
イント情報と状態情報をメモリ２２上に復元し、現用ノ
ード１０の処理を続行する。
【００２９】図３は請求項２に対応する制御手順を示す
もので、以下、詳細に説明する（括弧内の番号は図２、
図３に対応する。）。
もので、以下、詳細に説明する（括弧内の番号は図２、
図３に対応する。）。
【００３０】（１）現用ノード１０でアプリケーション
が第Ｋ世代の状態情報を自ノードのメモリ１２に書き込
んでいくと、現用ノード１０の分散メモリカップラ１３
によって状態情報とそのアドレスが予備ノード２０に送
られる。
が第Ｋ世代の状態情報を自ノードのメモリ１２に書き込
んでいくと、現用ノード１０の分散メモリカップラ１３
によって状態情報とそのアドレスが予備ノード２０に送
られる。
【００３１】（２）予備ノード２０の分散メモリカップ
ラ２３は、アドレス範囲チェックによって状態情報であ
ることを確認すると、分散メモリカップラ２３内に状態
情報とそのアドレス（とバス制御情報）を蓄積する。
ラ２３は、アドレス範囲チェックによって状態情報であ
ることを確認すると、分散メモリカップラ２３内に状態
情報とそのアドレス（とバス制御情報）を蓄積する。
【００３２】（３）現用ノード１０はＯＳがチェックポ
イント情報作成を開始し、できあがった第Ｋ世代のチェ
ックポイント情報を分散メモリカップラ経由で予備ノー
ド２０に送出する。
イント情報作成を開始し、できあがった第Ｋ世代のチェ
ックポイント情報を分散メモリカップラ経由で予備ノー
ド２０に送出する。
【００３３】（４）予備ノード２０の分散メモリカップ
ラ２３は、アドレス範囲チェックによってチェックポイ
ント情報であることを認識すると、そのまま予備ノード
２０のメモリ２２にチェックポイント情報をコピーす
る。
ラ２３は、アドレス範囲チェックによってチェックポイ
ント情報であることを認識すると、そのまま予備ノード
２０のメモリ２２にチェックポイント情報をコピーす
る。
【００３４】（５）予備ノード２０の分散メモリカップ
ラ２３は、さらにチェックポイント情報のステータスフ
ィールドを見て、チェックポイント情報の最後であるこ
とを認識すると、「状態情報はきだし」を開始する。分
散メモリカップラは、この時点までに蓄積していた第Ｋ
世代の状態情報、そのアドレス及びバス制御情報をプロ
セッサバスに流して予備ノード２０のメモリ２２に状態
情報をコピーする。それとともに、この時点以後に新た
に分散メモリカップラ２３に入ってくる状態情報（第Ｋ
＋１世代状態情報）については、分散メモリカップラ２
３内に蓄積する。
ラ２３は、さらにチェックポイント情報のステータスフ
ィールドを見て、チェックポイント情報の最後であるこ
とを認識すると、「状態情報はきだし」を開始する。分
散メモリカップラは、この時点までに蓄積していた第Ｋ
世代の状態情報、そのアドレス及びバス制御情報をプロ
セッサバスに流して予備ノード２０のメモリ２２に状態
情報をコピーする。それとともに、この時点以後に新た
に分散メモリカップラ２３に入ってくる状態情報（第Ｋ
＋１世代状態情報）については、分散メモリカップラ２
３内に蓄積する。
【００３５】（６）現用ノード１０ではアプリケーショ
ンによる状態情報の変更を行うが、以後の状態情報は予
備ノード２０の分散メモリカップラ２３内に第Ｋ＋１世
代の状態情報として蓄積される。
ンによる状態情報の変更を行うが、以後の状態情報は予
備ノード２０の分散メモリカップラ２３内に第Ｋ＋１世
代の状態情報として蓄積される。
【００３６】（７）（５）で行っていた状態情報のコピ
ーが完了すると、分散メモリカップラは、「状態情報は
きだし完了」を予備ノード２０のＯＳに通知する。これ
によって予備ノード２０のＯＳは、第Ｋ世代のチェック
ポイント情報と状態情報が予備ノード２０に一式揃った
ことを認識する。
ーが完了すると、分散メモリカップラは、「状態情報は
きだし完了」を予備ノード２０のＯＳに通知する。これ
によって予備ノード２０のＯＳは、第Ｋ世代のチェック
ポイント情報と状態情報が予備ノード２０に一式揃った
ことを認識する。
【００３７】図４は予備ノードでの立ち上げ処理の手順
を示すもので、以下、予備ノードでの立ち上げ手順を説
明する。
を示すもので、以下、予備ノードでの立ち上げ手順を説
明する。
【００３８】予備ノード２０は、現用ノード１０の障害
を検出した場合（ｓ１）、図３に示す時刻Ｔ０以前であ
れば、第Ｋ世代の情報が完全には揃っていないので、第
Ｋ−１世代の情報を用いて立ち上げる。即ち、アドレス
変換テーブルを書き替え（ｓ２）、チェックポイント情
報からレジスタの内容を復元し（ｓ３）、割込み復帰命
令によって現用ノードでの処理を再開する（ｓ４）。
を検出した場合（ｓ１）、図３に示す時刻Ｔ０以前であ
れば、第Ｋ世代の情報が完全には揃っていないので、第
Ｋ−１世代の情報を用いて立ち上げる。即ち、アドレス
変換テーブルを書き替え（ｓ２）、チェックポイント情
報からレジスタの内容を復元し（ｓ３）、割込み復帰命
令によって現用ノードでの処理を再開する（ｓ４）。
【００３９】また、時刻Ｔ０からＴ１の間であり、バッ
ファが第Ｋ世代の状態情報をメモリ２２にコピーしてい
る（状態情報はきだし）「トランジェント状態」であれ
ば（ｓ５）、この区間ですぐに立ち上がることはせず
に、コピーが完了する時刻Ｔ１まで待ち合わせて（ｓ
６）から前記同様にして立ち上げる。
ファが第Ｋ世代の状態情報をメモリ２２にコピーしてい
る（状態情報はきだし）「トランジェント状態」であれ
ば（ｓ５）、この区間ですぐに立ち上がることはせず
に、コピーが完了する時刻Ｔ１まで待ち合わせて（ｓ
６）から前記同様にして立ち上げる。
【００４０】また、時刻Ｔ１以降であれば、第Ｋ世代の
情報が揃っているので、第Ｋ世代の情報を用いて前記同
様にして立ち上がる。時刻Ｔ１は、予備ノード２０のＯ
Ｓが手順（７）における、第Ｋ世代の状態情報はきだし
完了通知を受け取ることによって認識する。
情報が揃っているので、第Ｋ世代の情報を用いて前記同
様にして立ち上がる。時刻Ｔ１は、予備ノード２０のＯ
Ｓが手順（７）における、第Ｋ世代の状態情報はきだし
完了通知を受け取ることによって認識する。
【００４１】
【実施の形態２】次に、請求項１、３に基づく第２の実
施の形態について説明する。システム構成は第１の実施
の形態の場合と同様（図１）である。
施の形態について説明する。システム構成は第１の実施
の形態の場合と同様（図１）である。
【００４２】図５は請求項３に対応するメモリの配置と
データの流れを示すものである。
データの流れを示すものである。
【００４３】各ノード１０，２０では、図５に示すよう
に状態情報、チェックポイント情報がメモリ１２，２２
上に格納される。現用ノード１０から予備ノード２０上
のバッファ２４への状態情報のコピーは、ネットワーク
ワイド共有メモリによってハードウェア自律で実行され
る。
に状態情報、チェックポイント情報がメモリ１２，２２
上に格納される。現用ノード１０から予備ノード２０上
のバッファ２４への状態情報のコピーは、ネットワーク
ワイド共有メモリによってハードウェア自律で実行され
る。
【００４４】現用ノード１０から予備ノード２０へのチ
ェックポイント情報のコピーも、ネットワークワイド共
有メモリを用いて実行される。
ェックポイント情報のコピーも、ネットワークワイド共
有メモリを用いて実行される。
【００４５】予備ノード２０のバッファ２４から予備ノ
ード２０のメモリ２２への状態情報及びチェックポイン
ト情報のコピーは、世代ごとの最後のチェックポイント
情報が現用ノード１０からバッファ２４に転送されたの
を契機に実行される。
ード２０のメモリ２２への状態情報及びチェックポイン
ト情報のコピーは、世代ごとの最後のチェックポイント
情報が現用ノード１０からバッファ２４に転送されたの
を契機に実行される。
【００４６】図６は請求項３に対応する制御手順を示す
もので、以下、詳細に説明する（括弧内の番号は図５、
図６に対応する。）。
もので、以下、詳細に説明する（括弧内の番号は図５、
図６に対応する。）。
【００４７】（１１）現用ノード１０でアプリケーショ
ンが第Ｋ世代の状態情報を自ノードのメモリ１２に書き
込んでいくと、現用ノード１０の分散メモリカップラ１
３によって状態情報とそのアドレスが予備ノード２０に
送られる。
ンが第Ｋ世代の状態情報を自ノードのメモリ１２に書き
込んでいくと、現用ノード１０の分散メモリカップラ１
３によって状態情報とそのアドレスが予備ノード２０に
送られる。
【００４８】（１２）予備ノード２０の分散メモリカッ
プラ２３は、バッファ２４内に状態情報とそのアドレス
（とバス制御情報）を蓄積する。
プラ２３は、バッファ２４内に状態情報とそのアドレス
（とバス制御情報）を蓄積する。
【００４９】（１３）現用ノード１０はＯＳがチェック
ポイント情報作成を開始し、できあがった第Ｋ世代のチ
ェックポイント情報を分散メモリカップラ経由で予備ノ
ード２０に送出する。
ポイント情報作成を開始し、できあがった第Ｋ世代のチ
ェックポイント情報を分散メモリカップラ経由で予備ノ
ード２０に送出する。
【００５０】（１４）予備ノード２０の分散メモリカッ
プラ２３は、バッファ２４内にチェックポイント情報と
そのアドレスを蓄積する。
プラ２３は、バッファ２４内にチェックポイント情報と
そのアドレスを蓄積する。
【００５１】（１５）予備ノード２０の分散メモリカッ
プラ２３は、さらにチェックポイント情報のステータス
フィールドを見て、チェックポイント情報の最後である
ことを認識すると、「状態情報及びチェックポイント情
報のはきだし」を開始する。分散メモリカップラは、こ
の時点までに蓄積していた第Ｋ世代の状態情報とチェッ
クポイント情報、そのアドレス及びバス制御情報をプロ
セッサバスに流して予備ノード２０のメモリ２２にコピ
ーする。それとともに、この時点以後に新たに分散メモ
リカップラ２３に入ってくる状態情報（第Ｋ＋１世代状
態情報、チェックポイント情報）については、分散メモ
リカップラ２３内に蓄積する。
プラ２３は、さらにチェックポイント情報のステータス
フィールドを見て、チェックポイント情報の最後である
ことを認識すると、「状態情報及びチェックポイント情
報のはきだし」を開始する。分散メモリカップラは、こ
の時点までに蓄積していた第Ｋ世代の状態情報とチェッ
クポイント情報、そのアドレス及びバス制御情報をプロ
セッサバスに流して予備ノード２０のメモリ２２にコピ
ーする。それとともに、この時点以後に新たに分散メモ
リカップラ２３に入ってくる状態情報（第Ｋ＋１世代状
態情報、チェックポイント情報）については、分散メモ
リカップラ２３内に蓄積する。
【００５２】（１６）現用ノード１０ではアプリケーシ
ョンによる状態情報の変更を行うが、以後の状態情報は
予備ノード２０の分散メモリカップラ２３内に第Ｋ＋１
世代の状態情報として蓄積される。
ョンによる状態情報の変更を行うが、以後の状態情報は
予備ノード２０の分散メモリカップラ２３内に第Ｋ＋１
世代の状態情報として蓄積される。
【００５３】（１７）（１５）で行っていた状態情報の
コピーが完了すると、分散メモリカップラは、「世代交
代完了」を予備ノード２０のＯＳに通知する。これによ
って予備ノード２０のＯＳは、第Ｋ世代のチェックポイ
ント情報と状態情報が予備ノード２０に一式揃ったこと
を認識する。
コピーが完了すると、分散メモリカップラは、「世代交
代完了」を予備ノード２０のＯＳに通知する。これによ
って予備ノード２０のＯＳは、第Ｋ世代のチェックポイ
ント情報と状態情報が予備ノード２０に一式揃ったこと
を認識する。
【００５４】予備ノードでの立ち上げ手順は、基本的に
第１の実施の形態の場合と同様である（但し、「状態情
報はきだし完了通知」は「世代交代完了通知」にな
る）。
第１の実施の形態の場合と同様である（但し、「状態情
報はきだし完了通知」は「世代交代完了通知」にな
る）。
【００５５】図７は１つの予備ノードが複数の現用ノー
ドの予備となる場合のメモリの配置とデータの流れを示
すものである。この場合、予備ノードは現用ノードの台
数分のメモリを持つ。
ドの予備となる場合のメモリの配置とデータの流れを示
すものである。この場合、予備ノードは現用ノードの台
数分のメモリを持つ。
【００５６】ここで、システムは２つの現用ノードＡ，
Ｂと予備ノードからなり、現用ノードＡから予備ノード
への第１の実施の形態に対応するデータの流れを（１
ａ）〜（７ａ）、現用ノードＢから予備ノードへの第１
の実施の形態に対応するデータの流れを（１ｂ）〜（７
ｂ）に示す（なお、それぞれの処理は図２中の（１）〜
（７）と同様である。）。
Ｂと予備ノードからなり、現用ノードＡから予備ノード
への第１の実施の形態に対応するデータの流れを（１
ａ）〜（７ａ）、現用ノードＢから予備ノードへの第１
の実施の形態に対応するデータの流れを（１ｂ）〜（７
ｂ）に示す（なお、それぞれの処理は図２中の（１）〜
（７）と同様である。）。
【００５７】予備ノード上の状態情報は、対応する現用
ノード毎に予め決めた一定のオフセット分だけ異なるア
ドレスに格納される（例えば、現用ノードＡのアドレス
「００００〜１０００」の情報は予備ノード上の「００
００〜１０００」に、また、現用ノードＢのアドレス
「００００〜１０００」の情報は予備ノード上の「１０
０００〜１１０００」に格納される。）。また、これに
伴って予備ノードでの立ち上げの際、論理／物理アドレ
ス変換テーブルを書き替えることにより、現用ノードに
おける論理アドレスと物理アドレスとの対応付けを、予
備ノードにおける論理アドレスと物理アドレスとの対応
付けと一致させる必要がある。
ノード毎に予め決めた一定のオフセット分だけ異なるア
ドレスに格納される（例えば、現用ノードＡのアドレス
「００００〜１０００」の情報は予備ノード上の「００
００〜１０００」に、また、現用ノードＢのアドレス
「００００〜１０００」の情報は予備ノード上の「１０
０００〜１１０００」に格納される。）。また、これに
伴って予備ノードでの立ち上げの際、論理／物理アドレ
ス変換テーブルを書き替えることにより、現用ノードに
おける論理アドレスと物理アドレスとの対応付けを、予
備ノードにおける論理アドレスと物理アドレスとの対応
付けと一致させる必要がある。
【００５８】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
現用ノードと予備ノードがネットワークによって接続さ
れるため、現用ノードに対応する予備ノードを柔軟に配
置することができ、ネットワーク全体としての信頼性の
向上とリソースの効率的利用を実現できる。
現用ノードと予備ノードがネットワークによって接続さ
れるため、現用ノードに対応する予備ノードを柔軟に配
置することができ、ネットワーク全体としての信頼性の
向上とリソースの効率的利用を実現できる。
【００５９】また、再開に必要な情報の大部分は、状態
情報として、現用ノードから予備ノードへネットワーク
ワイド共有メモリによって自律的にコピーされるため、
チェックポイント情報の情報量は小さいもので済む。チ
ェックポイント情報生成に要するアプリケーションプロ
グラムの中断時間は短かく、リアルタイムシステムへの
適用が可能である。
情報として、現用ノードから予備ノードへネットワーク
ワイド共有メモリによって自律的にコピーされるため、
チェックポイント情報の情報量は小さいもので済む。チ
ェックポイント情報生成に要するアプリケーションプロ
グラムの中断時間は短かく、リアルタイムシステムへの
適用が可能である。
【００６０】また、チェックポイント情報の作成、コピ
ーはＯＳレベルで実行されるため、ノードで実行される
アプリケーションが予備ノードの存在を意識する必要が
ない。
ーはＯＳレベルで実行されるため、ノードで実行される
アプリケーションが予備ノードの存在を意識する必要が
ない。
【図１】本発明のシステム構成の一例を示す図
【図２】第１の実施の形態におけるメモリの配置とデー
タの流れを示す図
タの流れを示す図
【図３】第１の実施の形態における制御手順を示す図
【図４】予備ノードでの立ち上げ処理の手順を示す図
【図５】第２の実施の形態におけるメモリの配置とデー
タの流れを示す図
タの流れを示す図
【図６】第２の実施の形態における制御手順を示す図
【図７】１つの予備ノードが複数の現用ノードの予備と
なる場合のメモリの配置とデータの流れを示す図
なる場合のメモリの配置とデータの流れを示す図
１０：現用ノード、１１，２１：ＭＰＵ、１２，２２：
メモリ、１３，２３：分散メモリカップラ、２０：予備
ノード、２４：バッファ、３０：ＡＴＭネットワーク。
メモリ、１３，２３：分散メモリカップラ、２０：予備
ノード、２４：バッファ、３０：ＡＴＭネットワーク。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 田中 聡 東京都新宿区西新宿３丁目19番２号 日本 電信電話株式会社内 (72)発明者 田中 晶 東京都新宿区西新宿３丁目19番２号 日本 電信電話株式会社内 Ｆターム(参考） 5B034 BB02 CC01 DD05
Claims (3)
- 【請求項１】 通常時に処理を実行する現用ノードと、
障害時に現用ノードの処理を代行する予備ノードと、現
用ノードと予備ノードとを接続するネットワークとから
なるネットワークシステムにおいて、 現用ノードによって書き替えられる毎にネットワークを
経由して予備ノードに送られる状態情報と、 状態情報を格納するためのバッファと、 チェックポイント時点毎に現用ノードで生成されて予備
ノードに送られるチェックポイント情報と、 現用ノードの障害時に予備ノードのメモリ上にある情報
及びバッファ上の情報から予備ノードのメモリ上に再開
のために必要な情報を復元する手段とを備えたことを特
徴とするネットワークワイド予備方式。 - 【請求項２】 請求項１記載のネットワークワイド予備
方式において、 現用ノードから予備ノードのメモリ上へのチェックポイ
ント情報のコピーが完了する毎に、バッファに格納され
ている状態情報の変更履歴を用いて、予備ノード上の状
態情報を現用ノード上の状態情報と一致させ、 現用ノードが障害に陥った場合に、その時点で予備ノー
ド上において揃っている最新のチェックポイント情報と
状態情報を用いて、予備ノードが現用ノードの処理を続
行することを特徴とするネットワークワイド予備方式。 - 【請求項３】 請求項１記載のネットワークワイド予備
方式において、 現用ノードから予備ノードにチェックポイント情報を送
る際、一旦バッファに蓄積し、現用ノードからバッファ
へのチェックポイント情報の転送が完了する毎に、バッ
ファに格納されている状態情報の変更履歴とチェックポ
イント情報を用いて、予備ノード上の状態情報を現用ノ
ード上の状態情報と一致させ、 現用ノードが障害に陥った場合に、その時点で予備ノー
ド上において揃っている最新のチェックポイント情報と
状態情報を用いて、予備ノードが現用ノードの処理を続
行することを特徴とするネットワークワイド予備方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10341316A JP2000163276A (ja) | 1998-12-01 | 1998-12-01 | ネットワークワイド予備方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10341316A JP2000163276A (ja) | 1998-12-01 | 1998-12-01 | ネットワークワイド予備方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000163276A true JP2000163276A (ja) | 2000-06-16 |
Family
ID=18345122
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10341316A Pending JP2000163276A (ja) | 1998-12-01 | 1998-12-01 | ネットワークワイド予備方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000163276A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006285443A (ja) * | 2005-03-31 | 2006-10-19 | Oki Electric Ind Co Ltd | オブジェクト救済システム及び方法 |
| JP2007183701A (ja) * | 2006-01-04 | 2007-07-19 | Hitachi Ltd | スナップショット再起動方法 |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH10133927A (ja) * | 1996-09-03 | 1998-05-22 | Toshiba Corp | コンピュータシステムおよびファイル管理方法 |
-
1998
- 1998-12-01 JP JP10341316A patent/JP2000163276A/ja active Pending
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH10133927A (ja) * | 1996-09-03 | 1998-05-22 | Toshiba Corp | コンピュータシステムおよびファイル管理方法 |
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| JP4517923B2 (ja) * | 2005-03-31 | 2010-08-04 | 沖電気工業株式会社 | オブジェクト救済システム及び方法 |
| US8230254B2 (en) | 2005-03-31 | 2012-07-24 | Oki Electric Industry Co., Ltd. | Redundant system using object-oriented program and method for rescuing object-oriented program |
| JP2007183701A (ja) * | 2006-01-04 | 2007-07-19 | Hitachi Ltd | スナップショット再起動方法 |
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Legal Events
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|---|---|---|---|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20040413 |
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| A131 | Notification of reasons for refusal |
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|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040702 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20050118 |