JP2003337727A - キャッシュ制御プログラム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】オーバーヘッドの少ないキャッシュ制御プログ
ラムを提供すること。 【解決手段】ファイルサーバ機２４のＭＢＣ機構４２は
キャッシュ制御プログラムにて実現され、キャッシュメ
モリ４４を複数のエクステントの集まりとして管理す
る。ディスク装置３５のディスクブロックからオブジェ
クトが構成され、オブジェクトからファイルが構成され
る階層構造において、ＭＢＣ機構４２は、階層レベルと
同一階層レベル内のオブジェクト識別子からなるキャッ
シュＩＤを生成し、キャッシュＩＤとキャッシュ・エク
ステントの関連をキャッシュＩＤに特有なキーで保持す
るキャッシュ・ヘッダを管理するテーブルを階層毎に作
成する。そして、ディスク装置３５の内容に対するアク
セスに応答してキャッシュ・ヘッダ・テーブルを、アク
セスするオブジェクトのキャッシュＩＤとキーで検索す
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はキャッシュ制御プロ
グラムに関するものである。ネットワークシステムに
は、ファイルの共有等を目的としてファイルサーバ機が
接続されている。ネットワークシステムに接続されたク
ライアント機は、ファイルサーバ機にアクセスすること
により、他のクライアント機で作成されたプログラムや
データを利用できる。近年、クライアント機の性能（処
理能力）の向上に伴い、ファイルアクセスの高速化、即
ちファイルサーバ機の能力向上が求められている。

【０００２】

【従来の技術】図３２は、ファイルサーバ機１における
ファイル記録の概念図である。ファイルサーバ機１はデ
ィスク装置２を有し、該ディスク装置２にファイル３を
格納する。詳しくは、ディスク装置２は、記録するデー
タを所定量のブロック毎に管理する。従って、ファイル
サーバ機１はファイル３を所定量のデータを含む複数の
ブロック４に分割し、各ブロック４を記憶位置等の情報
により管理する。そして、ファイルサーバ機１は、クラ
イアント機からの要望に応答して読み出した複数のブロ
ック４からなるファイル３をクライアント機へ送信し、
又はクライアント機から受け取ったファイルを複数のブ
ロックに分割してディスク装置２に記憶する。

【０００３】ファイルサーバ機１は、データアクセスに
対する応答速度を高速化するためにキャッシュ機構を備
えている。キャッシュ機構は、クライアント機がアクセ
スしたデータ（ファイル）をディスク装置２に比べて入
出力速度が高速な記憶装置（一般的にはメモリ）に格納
しておき、同じデータに対する２回目以降のアクセスに
対してメモリから読み出したデータをクライアント機に
出力する。これにより、ディスク装置２に対するアクセ
スに要する時間に対応して応答速度を高速化している。

【０００４】図３３は、ファイルサーバ機１が持つ機能
を概略的に示すブロック図である。ファイルサーバ機１
は、通信制御機構１１、ページキャッシュ機構１２、フ
ァイルシステム１３、バッファキャッシュ機構１４、及
びブロックデバイス１５を有している。通信制御機構１
１はクライアント機５との間のデータ転送に必要な通信
バッファ１６を有している。ページキャッシュ機構１２
とバッファキャッシュ機構１４はそれぞれキャッシュメ
モリ１７，１８を有している。

【０００５】ページキャッシュ機構１２はクライアント
機５に対してファイルに対する入出力の効率を上げるた
めに設けられ、バッファキャッシュ機構１４はディスク
装置２に対するブロック４の入出力の効率を上げるため
に設けられている。

【０００６】クライアント機５から転送されたファイル
データは、通信バッファ１６と２つのキャッシュメモリ
１７，１８を介してディスク装置２に格納される。詳述
すると、通信制御機構１１はクライアント機５から送信
されたファイルデータを受け取り、それを通信バッファ
１６に格納する。ファイルシステム１３は、ファイルを
ファイルＩＤ等の情報によって管理する。ページキャッ
シュ機構１２はファイルを構成する各ブロック４をキャ
ッシュメモリ１７に格納し、それらブロック４をファイ
ルＩＤとブロックの位置を示すオフセットにより対応付
けている。

【０００７】ファイルシステム１３はファイルを格納す
るためにディスク装置２上の領域を確保し、デバイスブ
ロック４は指定されたディスク装置２に対してブロック
単位でアクセスする。バッファキャッシュ機構１４は、
ディスク装置２に格納されるブロック４をキャッシュメ
モリ１８に記憶し、それらブロック４をディスク装置２
のデバイスＩＤとディスク装置２におけるブロックの位
置を示すオフセットにより対応付けている。

【０００８】図３４は、ファイルサーバ機１におけるア
クセスの手順を示す説明図である。ファイルサーバ機１
は、ファイル３に対するアクセスに対して、該ファイル
３のファイルＩＤと、該ファイル３を構成する各ブロッ
ク４のオフセットによりキャッシュメモリ１７をアクセ
スする。

【０００９】キャッシュメモリ１７に該当するブロック
が存在しない場合、ファイルサーバ機１はディスク装置
２をアクセスし、該ディスク装置２から読み出したブロ
ック４をバッファキャッシュ機構１４が管理するキャッ
シュメモリ１８と、ページキャッシュ機構１２が管理す
るキャッシュメモリ１７とに格納する。更に、ファイル
サーバ機１は、該ブロック４をファイル３（の一部）と
してクライアント機５に提供する。そして、バッファキ
ャッシュ機構１４は読み出したブロック４を格納したキ
ャッシュメモリ１８とディスク装置２の部分を関連付
け、ページキャッシュ機構１２はキャッシュメモリ１７
に格納されたブロック４とファイルの部分を関連付け
る。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記のよう
に構成されたファイルサーバ機１では、ページキャッシ
ュ機構１２が管理するキャッシュメモリ１７と、バッフ
ァキャッシュ機構１４が管理するキャッシュメモリ１８
が必要である。そして、これら２つのキャッシュメモリ
１７，１８には実質的に同じブロック４が記憶されてい
る。このため、ファイルサーバ機１が仕様として持つキ
ャッシュメモリの容量に対して２倍のキャッシュメモリ
（２つのキャッシュメモリ１７，１８）が必要となる。

【００１１】更に、両キャッシュメモリ１７，１８の内
容を実質的に同一にしなければならないため、データを
コピーする必要がある。また、ページキャッシュ機構１
２が管理するキャッシュメモリ１７と通信バッファ１６
の間でも同様にデータをコピーする必要がある。これら
のデータコピーは、ファイルサーバ機１の入出力動作に
対するオーバーヘッドとなり、入出力特性（応答速度）
を遅くする。

【００１２】本発明は上記問題点を解決するためになさ
れたものであって、その目的はオーバーヘッドの少ない
キャッシュ制御プログラムを提供することにある。

【００１３】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、請求項１に記載の発明のように、前記ファイル制御
装置は、前記キャッシュ領域を複数のエクステントの集
まりとして管理し、一次オブジェクトから二次オブジェ
クトが構成され、二次オブジェクトから三次オブジェク
トが構成されるような階層構造において、階層レベルと
同一階層レベル内のオブジェクト識別子からなるキャッ
シュＩＤを生成し、前記キャッシュＩＤとキャッシュ・
エクステントの関連をキャッシュＩＤに特有なキーで保
持するキャッシュ・ヘッダを管理するテーブルを階層毎
に作成し、前記ディスク装置の内容に対するアクセスに
応答して前記テーブルを、アクセスするオブジェクトの
キャッシュＩＤと前記キーで検索する。従って、各オブ
ジェクトに対応するキャッシュメモリが必要なく、オー
バーヘッドが少ない。

【００１４】請求項２に記載の発明のように、前記ファ
イル制御装置において、前記一次オブジェクトに関連付
けたキャッシュ・エクステントを、他の階層のオブジェ
クトの対応する部分に対してそれぞれの階層のキャッシ
ュ・ヘッダにより関連付ける。従って、キャッシュメモ
リは複数階層のオブジェクトに対して関連付けられ、使
用するメモリ容量が少ない。

【００１５】請求項３に記載の発明のように、前記ファ
イル制御装置において、前記各層のオブジェクトのそれ
ぞれを関連付けたマップを記憶し、該テーブルにより各
層のオブジェクトを相互に検索する。従って、各層のオ
ブジェクトの検索が容易である。

【００１６】請求項４に記載の発明のように、前記テー
ブルを複数のブロックにて構成し、各ブロックを複数の
エントリにて構成し、前記ファイル制御装置は、前記テ
ーブルのエントリを用いて前記エクステントを管理する
マップを作成し、前記アクセス時に該マップを検索す
る。

【００１７】また、請求項５に記載の発明のように、前
記クライアント機及び前記ファイル制御装置はネットワ
ークに接続され、前記キャッシュＩＤにはネットワーク
上の特定ドメインにおけるノードの識別番号が含まれ、
キャッシュ・ヘッダのテーブルを、前記ネットワークを
介してノード間で配布する。従って、ファイル制御装置
を複数ノード構成とした場合にデータ転送が高速化され
る。

【００１８】

【発明の実施の形態】以下、本発明を具体化した一実施
の形態を図１〜図２８に従って説明する。図２は、ネッ
トワークシステムの概略構成図である。

【００１９】ネットワークシステム２０は、複数（本実
施形態では３つ）のクライアント機２１，２２，２３
と、ファイル制御装置としてのファイルサーバ機２４，
２５，２６とを含み、それらはネットワーク２７を介し
て相互に接続されている。

【００２０】ファイルサーバ機２４〜２６のディスク装
置には各クライアント機２１〜２３に顧客管理等の業務
処理や科学計算等の演算処理など、一又は複数の処理を
実行させるためのアプリケーションプログラムとデータ
のファイルが格納されている。それらを要求するため、
ファイルサーバ機２４〜２６にはそれらをクライアント
機２１〜２３の要求に応答して提供する（要求元に送信
する）ためのシステムプログラム（ＯＳ：オペレーティ
ングシステム）が格納されている。

【００２１】図３は、ファイルサーバ機２４（コンピュ
ータ）のハードウェア構成を概略的に示すブロック図で
ある。ファイルサーバ機２４が提供する機能は、このよ
うな汎用的な目的で使用される計算機上で実行するコン
ピュータプログラムにより実現する。尚、他のファイル
サーバ機２５，２６、クライアント機２１〜２３も同様
に汎用的な計算機上で実行するコンピュータプログラム
により実現する。

【００２２】ファイルサーバ機２４は、中央処理装置
（ＣＰＵ）３１を含み、このＣＰＵ３１は、メモリ３２
と、入力装置３３と、出力装置３４と、記憶装置（ディ
スク装置）３５と、ドライブ装置３６と、通信装置３７
とをそれに接続された状態で有している。

【００２３】ＣＰＵ３１は、メモリ３２を利用してプロ
グラムを実行し、ログデータの読み出し、稼働分析等の
機能を実現する。メモリ３２には、機能の提供に必要な
プログラムとデータが格納され、メモリ３２としては、
通常、キャッシュメモリ、システムメモリおよびディス
プレイメモリを含む。

【００２４】入力装置３３は、キーボードおよびマウス
装置（図示せず）を含み、ユーザからの要求や指示の入
力に用いられる。また、出力装置３４は、表示装置（Ｖ
ＤＴ）またはモニタおよびプリンタを含み、サービス画
面，分析結果等の出力に用いられる。

【００２５】ディスク装置３５はメモリ３２に比べて入
出力速度が低速な記憶装置であり、該ディスク装置は、
磁気ディスク装置、光ディスク装置、光磁気ディスク装
置を含む。このディスク装置３５には、上述のプログラ
ムとデータが格納され、ＣＰＵ３１は、入力装置３３に
よる指示に応答してプログラム，データをメモリ３２へ
転送し、それを実行する。

【００２６】ドライブ装置３６は、記録媒体３８を駆動
し、その記憶内容にアクセスする。記録媒体３８として
は、メモリカード、フレキシブルディスク、光ディスク
（CD-ROM,DVD-ROM,… ）、光磁気ディスク（MO,MD,…）
等、任意のコンピュータ読み取り可能な記録媒体を使用
することができる。この記録媒体３８に、上述のプログ
ラム，データ、後述するキャッシュ制御プログラムを格
納しておき、必要に応じて、メモリ３２にロードして使
用することもできる。

【００２７】通信装置３７は、ネットワーク２７への接
続に用いられ、通信に伴うデータ変換等を行って、他の
装置（クライアント機２１〜２３、ファイルサーバ機２
５，２６）との間でプログラムやデータの送受信を行
う。また、情報処理装置は、外部の情報提供者のデータ
ベース等からネットワークを介して、上述のプログラム
とデータを受け取り、必要に応じて、メモリ３２にロー
ドして使用することもできる。

【００２８】図１は、ファイルサーバ機２４が持つ機能
を概略的に示すブロック図である。尚、他のファイルサ
ーバ機２５，２６が持つ機能は、ファイルサーバ機２４
が持つ機能と実質的に同じであるため、図面及び説明を
省略する。

【００２９】ファイルサーバ機２４は、通信制御機構４
１、マルチ・バインド・キャッシュ機構（以下、ＭＢＣ
機構）４２、ファイルシステム及びボリュームマネージ
ャ（以下、ＦＶＭ）４３を有している。ＭＢＣ機構４２
はキャッシュメモリ４４を制御し、該キャッシュメモリ
４４は図３のメモリ３２に含まれる。

【００３０】尚、上記ファイルサーバ機２４が有する機
能は、図３のＣＰＵ３１が実行するプログラム（キャッ
シュメモリ４４を制御するキャッシュ制御プログラムを
含む）にて実現される。

【００３１】クライアント機２１から転送されたファイ
ルデータは、キャッシュメモリ４４を介してディスク装
置３５に格納される。ＭＢＣ機構４２はクライアント機
２１に対するデータ入出力の効率を上げるために設けら
れている。ＦＶＭ４３はファイルを格納するためにディ
スク装置３５上の領域を確保し、デバイスブロック４は
指定されたディスク装置３５に対してブロック単位でア
クセスする。

【００３２】詳述すると、通信制御機構４１はクライア
ント機２１から送信されたファイルデータを受け取り、
それをキャッシュメモリ４４に格納する。ＭＢＣ機構４
２は、キャッシュメモリ４４に格納されたファイルをそ
のサイズにより複数のオブジェクトに分解し、各オブジ
ェクトを複数のディスクブロックに分割する。即ち、一
次オブジェクトとしてのディスクブロックから二次オブ
ジェクトとしてのオブジェクトが構成され、オブジェク
トから三次オブジェクトとしてのファイルが構成され
る。

【００３３】ＭＢＣ機構４２は、キャッシュ領域、即ち
キャッシュメモリ４４をエクステントの集まりとして管
理する。エクステントは、オフセット(offset)と長さ(l
ength)で表される線形範囲であり、キャッシュメモリや
ストレージの論理的に連続した領域（記憶空間）であ
る。キャッシュメモリ４４の個々のエクステントをキャ
ッシュ・エクステント（Ｃ−ｅｘｔ）と呼び、ストレー
ジの個々のエクステントをストレージ・エクステント
（Ｓ−ｅｘｔ）と呼ぶ。ＭＢＣ機構４２は、ファイル，
オブジェクト，ディスクブロックとキャッシュ・エクス
テントを、テーブルを用いてそれぞれ関連付ける（バイ
ンドする）。

【００３４】この関連付けにおいて、ＭＢＣ機構４２
は、キャッシュ・エクステントを複数階層のオブジェク
トに関連付け、その関連付けを各層毎のキャッシュ・ヘ
ッダ・テーブルにて管理する。詳しくは、ＭＢＣ機構４
２は、所定層のオブジェクトと、そのオブジェクトに関
連付けたキャッシュ・エクステントをその層に対応する
キャッシュ・ヘッダ・テーブルにて管理する。更に、Ｍ
ＢＣ機構４２は、そのオブジェクトに関連付けたキャッ
シュ・エクステントを、その上位のオブジェクトに関連
付け、その関連付けをキャッシュ・ヘッダ・テーブル
（ＣＨＴ）にて管理する。

【００３５】即ち、ＭＢＣ機構４２は、キャッシュ・ヘ
ッダ・テーブル（ＣＨＴ）により、ディスクブロックに
関連付けたキャッシュ・エクステントを上位オブジェク
トであるオブジェクトの対応する部分に関連付け、更に
そのキャッシュ・エクステントを上位オブジェクトであ
るファイルの対応する部分に関連付ける。そして、ＭＢ
Ｃ機構４２は、ディスクブロックとキャッシュ・エクス
テント、オブジェクトとキャッシュ・エクステント、フ
ァイルとキャッシュ・エクステントの関連付けをそれぞ
れ対応するキャッシュ・ヘッダ・テーブルにて管理す
る。

【００３６】ＭＢＣ機構４２は、各階層のオブジェクト
識別子からなるキャッシュＩＤを生成し、キャッシュ・
ヘッダ・テーブルは該キャッシュＩＤとそれに特有なキ
ーを保持する。

【００３７】ＭＢＣ機構４２は、クライアント機２１が
アクセスするオブジェクト（ファイル、オブジェクト、
ディスクブロックの何れか）のキャッシュＩＤとキーで
キャッシュ・ヘッダ・テーブルを検索することで、各層
のオブジェクトに対応するキャッシュ・エクステントに
対するアクセスを実現する。

【００３８】即ち、ＭＢＣ機構４２は、ファイル、オブ
ジェクト、ディスクブロックの共通なオブジェクトに対
して１つのキャッシュ・エクステントを関連付ける。従
って、ＭＢＣ機構４２によりキャッシュメモリ４４が一
つでよく、従来のようにキャッシュメモリ１７，１８間
とキャッシュメモリ１７と通信バッファ１６間のデータ
転送が不要になり、オーバーヘッドが少なくなる。ま
た、キャッシュメモリ４４が従来の２つのキャッシュメ
モリ１７，１８と通信バッファ１６の機能を提供するた
め、従来に比べてキャッシュメモリ４４のメモリ容量が
少なくてすむ。逆に、従来のキャッシュメモリ１７，１
８と通信バッファ１６を合計したメモリ容量をキャッシ
ュメモリ４４の空き容量とした場合、キャッシュメモリ
４４のキャッシュ・エクステントの数が多くなる。従っ
て、キャッシュミスが少なくなり、クライアント機２１
に対する応答速度が速くなる。

【００３９】また、ＦＶＭ４３は、各クライアント機２
１〜２３にマウントされた１つ又は複数のファイルサー
バ機２４〜２６からなる論理ボリュームを管理する。論
理ボリュームは、クライアントが複数のディスク装置を
１つのディスク装置として扱えるように設定されたボリ
ュームである。図４に示すように、１つのクライアント
機（例えば、クライアント機２１）にマウントされた複
数（例えば２つ）のファイルサーバ機２４，２５は１つ
の論理ボリュームを構成する。クライアント機２１は、
論理ボリュームに対してファイル５１のアクセス（格
納）を行う。

【００４０】今、ファイル５１は複数（図において２
つ）のオブジェクト５１ａ，５１ｂから構成される。各
ファイルサーバ機２４，２５は、各オブジェクト５１
ａ，５１ｂを分散管理する。オブジェクトの数は、該オ
ブジェクトが構成するファイルを格納するためにマウン
トされたボリュームの構成（ノード（ファイルサーバ
機）の数）を基準としている。

【００４１】詳しくは、ファイルサーバ機２４は、ファ
イル５１を構成する第１オブジェクト５１ａを管理し、
ファイルサーバ機２５はファイル５１を構成する第２オ
ブジェクト５１ｂを管理する。

【００４２】第１ファイルサーバ機２４における第１オ
ブジェクト５１ａは複数のディスクブロック５２ａから
構成され、該ファイルサーバ機２４は各ディスクブロッ
ク５２ａをディスク装置５３ａ（図１及び図３のディス
ク装置３５）に格納する。

【００４３】第２ファイルサーバ機２５における第２オ
ブジェクト５１ｂは複数のディスクブロック５２ｂから
構成され、該ファイルサーバ機２５は各ディスクブロッ
ク５２ｂをディスク装置５３ｂに格納する。

【００４４】そして、第１，第２ファイルサーバ機２
４，２５のＭＢＣ機構４２は、それぞれ図２のネットワ
ーク２７に接続された機器のノード番号をキャッシュ・
ヘッダ・テーブルに格納する。これにより、ネットワー
クを介して接続された各々の機器に格納されたファイ
ル、オブジェクト、ディスクブロックとキャッシュ・エ
クステントを関連付ける。

【００４５】このように格納されたファイル５１をクラ
イアント機２１がアクセスする時、該クライアント機２
１のアクセスに対して２つのファイルサーバ機２４，２
５が応答し、それぞれに格納したディスクブロック５２
ａ，５２ｂをクライアント機２１へ転送する。

【００４６】即ち、複数のファイルサーバ機２４，２５
にファイル５１を構成するオブジェクト５１ａ，５１ｂ
を分散配置した。従って、ファイルサーバ機２４，２５
は、クライアント機２１に対して平行にデータの転送を
行う。そのため、１台のファイルサーバ機にファイル５
１を格納する従来の方法に比べてファイルの実質的な転
送速度（アクセスからファイル５１の全てのデータをク
ライアント機が読み込むまでの時間）が短くなる。

【００４７】また、図４において、複数のファイルサー
バ機２４，２５のキャッシュメモリは、１つのファイル
５１を入出力する際のキャッシュメモリとなる。従っ
て、このファイル５１に対するキャッシュメモリの容量
は、従来の２倍の容量となる。即ち、マウントされたフ
ァイルサーバ機の数によりキャッシュメモリの容量が多
くなる（合計値になる）。このため、ファイルの入出力
性能が向上する。

【００４８】尚、図２に示す各クライアント機２１〜２
３及び各ファイルサーバ機２４〜２６は、ＲＤＭＡ(Rem
ote Direct Memory Access )転送機能（ハードウェアが
ネットワークを介した２台のマシンのメモリ間で直接デ
ータを転送する機能）を持つ通信装置を備えた構成とし
ても良い。この場合、通信装置の高速性のメリットを引
き出すことが可能となる。

【００４９】次に、ＭＢＣ機構４２が持つ機能の詳細を
説明する。ＭＢＣ機構４２は、キャッシュ管理単位及び
各領域管理層のデータ管理単位を「エクステント」で統
一する。ＭＢＣ機構４２は、キャッシュ・エクステント
をファイル，オブジェクト，ディスクブロックとテーブ
ルによって関連付ける。テーブルは、Ｂ木（B-tree）構
造のマップにて管理される。そして、ＭＢＣ機構４２
は、キャッシュ・エクステントを、ファイル，オブジェ
クト，ディスクブロックのうちの少なくとも２つと関連
付けすることで、データ管理対象の相互の検索を可能と
している。

【００５０】ＭＢＣ機構４２は、テーブルを図３のメモ
リ３２上に作成する。テーブルには、キャッシュ・エク
ステント・テーブル（ＣＥＴ）、キャッシュ・ヘッダ・
テーブル（ＣＨＴ）、ストレージ・エクステント・テー
ブル（ＳＥＴ）、オブジェクト・テーブル（ＯＴ）、フ
ァイル・テーブル（ＦＴ）の５種類があり、いずれも同
じ形式である。

【００５１】先ず、テーブルの構造を説明する。図５
は、テーブルの構造を示す説明図である。尚、図５は構
造を概略的に示すものであり、この構造に限定されな
い。

【００５２】テーブル６１全体は固定長のブロック６２
の集まりから構成される。１つのブロック６２はディス
ク装置の入出力やネットワーク転送に適した大きさを持
つ。ブロック６２は複数の固定長データの配列であり、
１つ以上のコントロール・エントリ６３と複数のデータ
・エントリ６４から構成される。

【００５３】コントロール・エントリ６３は、ブロック
６２を構成する複数のデータ・エントリ６４を管理する
（使用状況を管理する）ビットマップデータを保持す
る。各データ・エントリ６４はエクステントと呼ぶデー
タセットを持ち、データセットは、オフセット(Offse
t)、長さ(Length)、バリュー(Value )からなる。ＣＥ
Ｔ，ＳＥＴのデータ・エントリは、１つのエクステント
を含む。ＣＨＴ，ＯＴ，ＦＴのデータ・エントリは複数
のエクステントを含む要素の配列構造であり、各テーブ
ルに含まれる複数のデータ・エントリはＢツリーを構成
するノードの材料である。ＣＨＴ，ＯＴ，ＦＴの各デー
タ・エントリを構成する要素は、それぞれに含まれるエ
クステントのオフセットによりソートされている。バリ
ューが０（ゼロ）のエクステントをNull（ヌル）エクス
テントと呼ぶ。全てのデータ・エントリ６４には一意な
インデックス（ｉｄｘ）が与えられる。インデックスは
データ・エントリを特定する値を持つ。

【００５４】各テーブルに含まれるエクステントのデー
タは、各テーブルの目的によって異なっている。例え
ば、ＣＥＴ，ＳＥＴのデータ・エントリに含まれるエク
ステントは、実体であるキャッシュ，ストレージのエク
ステント（キャッシュ・エクステント，ストレージ・エ
クステント）を表すデータを表すデータを持つ。図６に
示すように、ストレージ６５の１つのストレージ・エク
ステント６５ａは、オフセットと長さがそれぞれ「 0x1
8000」「0x1000」で表される領域である。ＣＥＴを構成
するブロック６２ａのデータ・エントリ６４は、ストレ
ージ・エクステント６５ａを表すデータ(0x18000,0x100
0)が含まれるエクステントを保持する。尚、図６では、
データ・エントリとストレージ６５を構成するストレー
ジ・エクステント６５ａとの関係を説明したが、関連付
けの対象がキャッシュの場合も同様である。即ち、ＳＥ
Ｔを構成するブロックのデータ・エントリは、キャッシ
ュ・エクステントを表す（指定する）情報であるエクス
テント（オフセットと長さ）を保持する。

【００５５】図１のＭＢＣ機構４２は、マップを図３の
メモリ３２上に作成する。マップには、フリーストレー
ジ・エクステント・マップ（ＦＳＥＭ），ストレージ・
エクステント・マップ（ＳＥＭ），オブジェクト・マッ
プ（ＯＭ），フリーキャッシュ・エクステント・マップ
（ＦＣＥＭ），キャッシュ・エクステント・マップ（Ｃ
ＥＭ）の５種類があり、いずれも同じ構造である。

【００５６】各マップは対応するテーブルのデータ・エ
ントリにより構成される。マップはエクステントの集ま
りを管理するものであり、オフセットをキーとするＢ木
（B-tree）構造を持つ。

【００５７】図７は、マップの構造を示す説明図であ
る。尚、図７は、構造を概略的に示すものであり、この
構造に限定されない。マップ７０は、最上位にルートノ
ード７１を持ち、末端に複数（図において５つ）のリー
フノード７２ａ〜７２ｅを持つ。リーフノード７２ａ〜
７２ｅは実際のデータを管理する。

【００５８】リーフノード７２ａ〜７２ｅは実際のデー
タ量（ファイルサイズ）に応じた個数設けられ、それら
リーフノード７２ａ〜７２ｅを収容する（ルートノード
７１に関連付ける）ためにルートノード７１とリーフノ
ード７２ａ〜７２ｅの間にブランチノード７３ａ，７３
ｂが設けられている。各ノード７１，７２ａ〜７２ｅ，
７３ａ，７３ｂは上記テーブルのデータ・エントリから
なる。

【００５９】ルートノード７１は、それに繋がるノード
（図において２つのブランチノード７３ａ，７３ｂ）を
指し示すデータを格納した２つのエクステントと空きエ
クステントを有している。図において左側に表したブラ
ンチノード７３ａは、それに繋がる２つのリーフノード
７２ａ，７２ｂを示すデータを格納したエクステントと
空きエクステントを有している。また、図において右側
に表したブランチノード７３ｂは、それに繋がる３つの
リーフノード７２ｃ，７２ｄ，７２ｅを示すデータを格
納したエクステントと空きエクステントを有している。

【００６０】即ち、リーフノード７２ａ〜７２ｅは実体
であるエクステント（キャッシュ・エクステント又はス
トレージ・エクステント）を示すエクステントを保持す
る。そして、ブランチノード７３及びルートノード７１
は、リーフノードの集まり、ブランチノードの集まり、
又はリーフノードとブランチノードの集まりを示すエク
ステントを保持する。ルートノード、ブランチノードに
よるブランチノード、リーフノードの保持は、各マップ
内のエクステントによりカバーされる範囲のオフセット
と長さ及び当該リーフのインデックスによってなされ
る。

【００６１】データ・エントリはマップ、即ちＢツリー
のノードであり、ノードは論理的にはＢツリーを構成す
る。例えば、図８に示すように、いずれかのテーブルを
構成するブロック６２ｂは複数のデータ・エントリ６４
ａ〜６４ｈを持ち、データ・エントリ６４ａ〜６４ｇは
マップ７０ａのノードである。データ・エントリ６４ｃ
はルートノードであり、データ・エントリ６４ａ，６４
ｄ，６４ｅはブランチノードであり、データ・エントリ
６４ｂ，６４ｆ，６４ｇはリーフノードである。

【００６２】図９は、エクステントによるノードの関連
付けを示す説明図である。マップ７５は複数のデータ・
エントリ（ノード）７６〜７９からなる。データ・エン
トリ７６には値「１０」のインデックス(idx=10)が与え
られ、データ・エントリ７７には値「５０」のインデッ
クス(idx=50)が与えられ、データ・エントリ７８には値
「４０」のインデックス(idx=40)が与えられ、データ・
エントリ７９には値「３０」のインデックス(idx=30)が
与えられている。

【００６３】ノード７６は複数のエクステント７６ａ〜
７６ｅからなる。エクステント７６ａはデータ・エント
リ７７を示すインデックス（＝５０）をバリューとして
保持し、エクステント７６ｃはデータ・エントリ７８を
示すインデックス（＝４０）をバリューとして保持し、
エクステント７６ｅはデータ・エントリ７９を示すイン
デックス（＝３０）をバリューとして保持する。これら
エクステント７６ａ，７６ｃ，７６ｅは、データ・エン
トリ７６と複数のデータ・エントリ７７〜７９を関連付
ける。

【００６４】尚、データ・エントリ７６に含まれるエク
ステント７６ｂ，７６ｄはバリューとして値「０」を保
持する。これは、各エクステント７６ｂ，７６ｄが下位
のノードに関連付けられていないヌルエクステントであ
ることを示す。

【００６５】次に、各テーブルの詳細を説明する。キャ
ッシュ・エクステント・テーブル（ＣＥＴ）。このテー
ブルは、キャッシュ上のエクステント（キャッシュ・エ
クステント：Ｃ−ｅｘｔ）を管理するテーブルである。

【００６６】キャッシュは仮想メモリ空間上の連続した
領域であり、キャッシュ・エクステントの単位で使用さ
れる。キャッシュ・エクステントは、キャッシュ上のオ
フセットと長さで表現される領域である。

【００６７】従来のページキャッシュではキャッシュ
は、長さが一定のキャッシュ・エクステントであるペー
ジの単位で使用される。各データ・エントリは以下のデ
ータを保持する。

【００６８】

【表１】 各データ・エントリの識別子をキャッシュ・エクステン
ト識別子と呼ぶ。

【００６９】データ「head[]」（識別子配列）は、キャ
ッシュ・エクステントに関連付けられているストレー
ジ，オブジェクト，ファイルを保持する配列であり、he
ad[0]がストレージを、head[1] がオブジェクトを、hea
d[2] がファイルを特定する値を保持している。値が
「０」の場合は関連付けられていないことを表す。

【００７０】ストレージ・エクステント・テーブル（Ｓ
ＥＴ）。このテーブルは、ストレージ上のエクステント
（ストレージ・エクステント：Ｓ−ｅｘｔ）（エクステ
ントはオフセットと長さで表現される線形範囲）を管理
するテーブルである。

【００７１】ストレージは、ディスクパーティション
（論理的に分割されたディスク装置やメモリの領域）や
論理ボリュームなどのボリュームであり、ストレージ・
エクステントの単位で使用される。ストレージ・エクス
テントは、ストレージ上のオフセットと長さで表現され
る領域である。

【００７２】従来のファイルシステムではストレージ
は、長さが一定のストレージ・エクステントであるディ
スクブロックの単位で使用される。各データ・エントリ
は以下のデータを保持する。

【００７３】

【表２】 キャッシュ・ヘッダ・テーブル（ＣＨＴ）。このテーブ
ルは、キャッシュ対象とキャッシュ・エクステント（Ｃ
−ｅｘｔ）の対応を管理するテーブルである。キャッシ
ュ対象には、ストレージ、オブジェクト、ファイルのい
ずれかがなり得る。キャッシュ対象とキャッシュ・エク
ステントのマップ情報は、キャッシュ・エクステント・
マップ（ＣＥＭ、後述）というＢツリー構造のマップで
管理される。即ち、キャッシュ・ヘッダ・テーブルは、
キャッシュ対象とキャッシュ・エクステントのマップ情
報を保持し、キャッシュ・エクステント・マップを構成
するノード（以下、ＣＥＭノードと呼ぶ）を管理するテ
ーブルである。そして、キャッシュ・ヘッダ・テーブル
はＣＥＭノードを配列で保持し、使用中のＣＥＭノード
と空きＣＥＭノードをビットマップで管理する。

【００７４】オブジェクト・テーブル（ＯＴ）。このテ
ーブルは、ストレージ・エクステント（Ｓ−ｅｘｔ）の
情報を管理するテーブルである。ストレージ・エクステ
ントの集まりがオブジェクトを構成し、オブジェクトを
構成するストレージ・エクステントは全て当該ファイル
サーバ機２４上に存在する。従って、オブジェクト・テ
ーブルは、オブジェクトとストレージ・エクステントの
マップ情報を管理するテーブルであり、オブジェクトと
ストレージ・エクステントのマップ情報は、ストレージ
・エクステント・マップ（ＳＥＭ、後述）というＢツリ
ー構造のマップで管理される。

【００７５】即ち、オブジェクト・テーブルは後述する
ストレージ・エクステント・マップを構成するノード
（以下、ＳＥＭノードと呼ぶ）を管理するテーブルであ
り、オブジェクト・テーブルはＳＥＭノードを配列で保
持し、使用中のＳＥＭノードと空きＳＥＭノードをビッ
トマップで管理する。

【００７６】ファイル・テーブル（ＦＴ）。このテーブ
ルは、ファイルとオブジェクトのマップ情報を管理する
テーブルである。オブジェクトがファイルを構成する。
ファイルは、単一のファイルサーバ機上のオブジェク
ト、又は複数のファイルサーバ機上のオブジェクトで構
成される。ファイルとオブジェクトのマップ情報は、オ
ブジェクト・マップ（ＯＭ、後述）というＢツリー構造
のマップで管理される。即ち、ファイル・テーブルはオ
ブジェクト・マップを構成するノード（以下、ＯＭノー
ドと呼ぶ）を管理するテーブルであり、ＯＭノードを配
列で保持し、使用中のＯＭノードと空きＯＭノードをビ
ットマップで管理する。

【００７７】次に、各マップの詳細を説明する。ストレ
ージ・エクステント・マップ（ＳＥＭ）。このマップは
Ｂツリー構造にて、オブジェクトとストレージ・エクス
テント（Ｓ−ｅｘｔ）のマップ情報を管理する。このマ
ップには、オブジェクト・テーブル（ＯＴ）のデータ・
エントリがノードに使用されている。Ｂツリーを構成す
る各ノード（ＳＥＭノード）は以下のデータを保持して
いる。

【００７８】

【表３】 尚、上記のＳＥＭノードにデータ「branch」（識別子）
として保持される上位ノードの識別子は、当該ＳＥＭノ
ードが繋がる上位のＳＥＭノードのｉｄｘである。従っ
て、ＳＥＭノードがルートノードの場合、データ「bran
ch」としてキャッシュ・ヘッダ識別子が保持される。デ
ータ「sem[] 」（構造配列）はエクステントの配列であ
り、ＯＴのデータ・エントリは複数のエクステントを含
んでいる。

【００７９】フリーストレージ・エクステント・マップ
（ＦＳＥＭ）。このマップは、ディスク上の空きエクス
テント（使用中でないストレージ・エクステント：フリ
ーストレージ・エクステントと呼ぶ）を管理する。この
マップには、オブジェクト・テーブル（ＯＴ）のデータ
・エントリが後述するノードに使用されている。フリー
ストレージ・エクステントは、ＦＳＥＭオブジェクトと
呼ばれるオブジェクトにマップすることで管理される。
ＦＳＥＭオブジェクトとフリーストレージ・エクステン
トのマップ情報は、通常のオブジェクトと同様に、Ｂツ
リー構造によって管理される。即ち、ＦＳＥＭオブジェ
クトを管理対象とするＳＥＭをフリーストレージ・エク
ステント・マップ（ＦＳＥＭ）と呼ぶ。

【００８０】オブジェクト・マップ（ＯＭ）。このマッ
プはＢツリー構造で、ファイルとオブジェクトのマップ
情報を管理する。このマップには、ファイル・テーブル
（ＦＴ）のデータ・エントリがノードに使用されてい
る。ＭＢＣ機構４２は、用途別に２つのバンクを持つ。
ファイル毎に１つのＢツリーが存在し、Ｂツリーを構成
する各ノード（ＯＭノード）は以下のデータを保持して
いる。

【００８１】

【表４】 尚、上記のＯＭノードにデータ「branch」（識別子）と
して保持される上位ノードの識別子は、当該ＯＭノード
が繋がる上位のＯＭノードのｉｄｘである。従って、Ｏ
Ｍノードがルートノードの場合、データ「branch」とし
てキャッシュ・ヘッダ識別子が保持される。データ「om
[] 」（構造配列）はエクステントの配列であり、ＦＴ
のデータ・エントリは複数のエクステントを含んでい
る。

【００８２】キャッシュ・エクステント・マップ（ＣＥ
Ｍ）。このマップはＢツリー構造にて、キャッシュ対象
（ストレージ（Ｓ−ｅｘｔ）、オブジェクト、ファイ
ル）とキャッシュ・エクステント（Ｃ−ｅｘｔ）のマッ
プ情報を管理する。このマップには、キャッシュ・ヘッ
ダ・テーブル（ＣＨＴ）のデータ・エントリがノードに
使用されている。キャッシュ対象毎に１つのＢツリー、
即ちＣＥＭが存在する。Ｂツリーを構成する各ノード
（ＣＥＭノード）は以下のデータを保持している。

【００８３】

【表５】 尚、上記のＣＥＭノードにデータ「branch」（識別子）
として保持される上位ノードの識別子は、当該ＣＥＭノ
ードが繋がる上位のＣＥＭノードのｉｄｘである。従っ
て、ＣＥＭノードがルートノードの場合、データ「bran
ch」としてキャッシュ対象識別子が保持される。データ
「cem[] 」（構造配列）はエクステントの配列であり、
ＣＨＴのデータ・エントリは複数のエクステントを含ん
でいる。

【００８４】フリーキャッシュ・エクステント・マップ
（ＦＣＥＭ）。このマップは、キャッシュメモリ４４上
の空きエクステント（使用中でないキャッシュ・エクス
テント：フリーキャッシュ・エクステントと呼ぶ）を管
理する。このマップには、キャッシュ・ヘッダ・テーブ
ル（ＣＨＴ）のデータ・エントリがノードに使用されて
いる。フリーキャッシュ・エクステントは、ＦＣＥＭオ
ブジェクトと呼ばれるオブジェクトにマップすることで
管理される。ＦＣＥＭオブジェクトとフリーキャッシュ
・エクステントのマップ情報は、通常のキャッシュ対象
と同様に、Ｂツリー構造によって管理される。即ち、Ｆ
ＣＥＭオブジェクトを管理対象とするＣＥＭをフリーキ
ャッシュ・エクステント・マップ（ＦＣＥＭ）と呼ぶ。

【００８５】従って、図１３に示すように、ファイル(F
ILE)８１とオブジェクト(OBJECT)８２がオブジェクト・
テーブル(OT)８５によって関連付けられている。また、
オブジェクト(OBJECT)８２とディスクブロック（ストレ
ージ・エクステントS-ext ）８３がストレージ・エクス
テント・テーブル(SET) ８６によって関連付けられてい
る。更に、キャッシュ・エクステント(C-ext) ８４とフ
ァイル(FILE)８１、オブジェクト(OBJECT)８２、ディス
クブロック（ストレージ・エクステントS-ext）８３が
それぞれキャッシュ・ヘッダ・テーブル(CHT) ８７，８
８，８９により関連付けられている。そして、各テーブ
ル８５〜８９により、相互の検索が可能となる。

【００８６】上記の説明をまとめると以下のようにな
る。ＣＨＴ，ＯＴ，ＦＴは「甲に乙をマップする」ため
のテーブルであり、「甲」はルートノードが保持し、
「乙」はリーフノードが保持する。

【００８７】図１４は、ＣＨＴによる関連付けの説明図
である。ＣＨＴ９１はデータ・エントリ９１ａ〜９１ｆ
を含み、データ・エントリ９１ａ，９１ｂは１つのＣＥ
Ｍ９２ａを構成するノードである。このＣＥＭ９２ａ
は、ＦＴ９３のデータ・エントリ９３ａにＣＥＴ９４の
データ・エントリ９４ａをマップする。即ち、ルートノ
ードであるデータ・エントリ９１ａはキャッシュ対象識
別子としてＦＴ９３のデータ・エントリ９３ａを示す情
報を保持し、リーフノードであるデータ・エントリ９１
ｂはキャッシュ・エクステント識別子としてＣＥＴ９４
のデータ・エントリ９４ａを示す情報を保持する。

【００８８】同様に、データ・エントリ９１ｃ，９１ｄ
は１つのＣＥＭ９２ｂを構成するノードである。このＣ
ＥＭ９２ｂは、ＯＴ９５のデータ・エントリ９５ａにＣ
ＥＴ９４のデータ・エントリ９４ａをマップする。即
ち、ルートノードであるデータ・エントリ９１ｃはキャ
ッシュ対象識別子としてＯＴ９５のデータ・エクステン
ト９５ａを示す情報を保持し、リーフノードであるデー
タ・エントリ９１ｄはキャッシュ・エクステント識別子
としてＣＥＴ９４のデータ・エントリ９４ａを示す情報
を保持する。

【００８９】同様に、データ・エントリ９１ｅ，９１ｆ
は１つのＣＥＭ９２ｃを構成するノードである。このＣ
ＥＭ９２ｃは、ＳＥＴ９６にＣＥＴ９４のデータ・エン
トリ９４ａをマップする。即ち、ルートノードであるデ
ータ・エントリ９１ｅはキャッシュ対象識別子としてＳ
ＥＴ９６を示す情報を保持し、リーフノードであるデー
タ・エントリ９１ｆはキャッシュ・エクステント識別子
としてＣＥＴ９４のデータ・エントリ９４ａを示す情報
を保持する。尚、ＳＥＴ９６はボリューム毎に作成さ
れ、それらをマップするＣＥＭ９２ｃも同様にボリュー
ム毎に作成される。

【００９０】従って、ＣＥＴ９４のデータ・エントリ９
４ａは、ＦＴ９３のデータ・エントリ９３ａと、ＯＴ９
５のデータ・エントリ９５ａと、ＳＥＴ９６とにマッピ
ングされている。

【００９１】図１５は、ＯＴによる関連付けの説明図で
ある。ＯＴ９５はデータ・エントリ９５ａ，９５ｂを含
み、データ・エントリ９５ａ，９５ｂはＳＥＭ９７を構
成するノードである。ルートノードであるデータ・エン
トリ９５ａはオブジェクト識別子を保持し、リーフノー
ドであるデータ・エントリ９５ｂはストレージ・エクス
テント識別子としてＳＥＴ９６のデータ・エントリ９６
ａを示す情報を保持する。

【００９２】図１６は、ＦＴによる関連付けの説明図で
ある。ＦＴ９３はデータ・エントリ９３ａ，９３ｂを含
み、データ・エントリ９３ａ，９３ｂはＯＭ９８を構成
するノードである。ルートノードであるデータ・エント
リ９３ａはファイル識別子を保持し、リーフノードであ
るデータ・エントリ９３ｂはストレージ・エクステント
識別子としてＯＴ９５のデータ・エントリ９５ａを示す
情報を保持し、このデータ・エントリ９５ａはルートノ
ードである。

【００９３】図１７は、各種テーブルによる関連付けの
説明図であり、図１４〜図１６をまとめた説明図であ
る。ファイル１０１のエクステント１０１ａと、オブジ
ェクト１０２のエクステント１０２ａと、ストレージ１
０３のストレージ・エクステント１０３ａは同じもので
あり、各エクステント１０１ａ，１０２ａ，１０３ａ中
の記載は、それぞれのオフセットと長さである。

【００９４】ＣＥＴ９４のデータ・エントリ９４ａは、
キャッシュメモリ１０４のキャッシュ・エクステント１
０４ａを表すセットを保持する。そして、このキャッシ
ュ・エクステント１０４ａは、ＣＥＴ９４とＣＨＴ９１
を介して、ＦＴ９３とＯＴ９５とＳＥＴ９６によりファ
イル１０１のエクステント１０１ａとオブジェクト１０
２のエクステント１０２ａとストレージ１０３のストレ
ージ・エクステント１０３ａにそれぞれマッピングされ
ている。

【００９５】次に、ＭＢＣ機構４２が扱うオブジェクト
について説明する。ファイルを構成するオブジェクトを
一般オブジェクトと呼び、この内容はファイルのデータ
である。後述する各種テーブル、転送バッファ等を用途
とするオブジェクトを予約オブジェクトと呼ぶ。個々の
ディスク、オブジェクト、ファイルに付加するオブジェ
クトを予約番号と呼ぶ。この予約番号は、ディスク装置
やファイルに対して付加的な情報（ファイルの所有者や
ディスク装置の容量等）を与えるためのものであり、こ
の内容はメタデータである。

【００９６】予約オブジェクトは、後述するWell Known
オブジェクトＩＤが与えられているオブジェクトのこと
である。オブジェクトＩＤは実際にオブジェクトを割り
当てるまでその値が決まらないため、ＯＴ，ＦＴなどの
オブジェクトにアクセスするために便宜的に Well Know
n オブジェクト ID を決めている。Well Knownオブジェ
クトＩＤはＯＭのバンク１を検索することにより対応す
る実際のオブジェクトＩＤに変換される。

【００９７】次に、ＭＢＣ機構４２が扱う識別子（Ｉ
Ｄ）について説明する。サブネット内のディスクを特定
するＩＤをストレージＩＤと呼び、オブジェクトを特定
するＩＤをオブジェクトＩＤと呼び、サブネット内のフ
ァイルを特定するＩＤをファイルＩＤと呼ぶ。キャッシ
ュ対象（ディスクブロック、オブジェクト、ファイル）
を特定するＩＤをキャッシュＩＤと呼ぶ。

【００９８】オブジェクトＩＤは複数のクラスに分けら
れる。ＣＬＡＳＳ＿ＡオブジェクトＩＤとＣＬＡＳＳ＿
ＣオブジェクトＩＤはノード内の予約オブジェクトを特
定するWell KnownなＩＤ（ＩＤ番号に対して取得される
データが既知であるＩＤ）（ノード内予約ＩＤ）であ
る。ＣＬＡＳＳ＿ＢオブジェクトＩＤはクラスタ内の予
約オブジェクトを特定するWell KnownなＩＤ（クラスタ
内予約ＩＤ）である。ＣＬＡＳＳ＿ＤオブジェクトＩＤ
はサブネット内のオブジェクトを特定するＩＤ（サブネ
ット内特定ＩＤ）である。

【００９９】普通のオブジェクトのＩＤ（「単なるＩ
Ｄ」）は、オブジェクトが作成される時点で決まるのに
対し、ＣＨＴ，ＣＥＴ，ＳＥＴ，ＯＴ，ＦＴなどのオブ
ジェクトのＩＤは「Well Know なＩＤ」として予約され
ている。例えば、テーブルが他のファイルサーバ機にあ
る場合、単なるＩＤではファイル，オブジェクトのＩＤ
を問い合わせるための通信が必要となる。しかし、「We
ll Know なＩＤ」として予約されているオブジェクトの
ＩＤの問い合わせをすることなくＩＤの指定が可能であ
る。こうすることにより、目的のテーブル（ＣＨＴ等）
の参照・変更を容易にしている。

【０１００】そして、ＣＬＡＳＳ＿ＡからＣＬＡＳＳ＿
ＣのオブジェクトＩＤの総称が「Well Knownオブジェク
トＩＤである。ＣＬＡＳＳ＿Ｄのオブジェクトは実際の
オブジェクトＩＤで、ＣＬＡＳＳ＿ＡからＣＬＡＳＳ＿
ＣのオブジェクトはＯＭのバンク１を検索することによ
りＣＬＡＳＳ＿ＤのオブジェクトＩＤに変換される。マ
ルチ・バインド・キャッシュ機構は、単体のノード（コ
ンピュータ）上だけでなく、サブネット内に展開した複
数のノード（ファイルサーバ機）でクラスタを形成した
場合に、ノード間でキャッシュ対象を共有することが可
能である。

【０１０１】この場合に使用するWell Knownオブジェク
トＩＤにクラスを設けている。ＣＬＡＳＳ＿Ａ，ＣＬＡ
ＳＳ＿Ｃはノード内だけでユニークであればノード間で
重複してもよいＩＤである。ＣＬＡＳＳ＿Ａは１つの値
を予約するのに対し、ＣＬＡＳＳ＿Ｃ２５５個の連番の
値を予約する点が異なっている。ＣＬＡＳＳ＿Ｂはクラ
スタ内においてユニークなＩＤである。

【０１０２】次に、関連付け（バインド）について説明
する。関連付けの対象は以下の通りである。関連付け対
象がストレージ・エクステント（Ｓ−ｅｘｔ）とオブジ
ェクトの場合、オブジェクトのＳＥＭのノード（データ
・エントリ）に当該ストレージ・エクステントを挿入す
ることで関連付けを行う。

【０１０３】図１１は、エクステントの挿入の説明図で
ある。図１１上段に示すように、マップ１１０は２つの
ノード１１１，１１２を含み、各ノード１１１，１１２
はそれぞれ４つのエクステントを持つ。ノード１１２は
リーフノードであり、インデックス「 101」が与えられ
ている。上位のノード１１１のエクステント１１３は、
ノード１１２を表すインデックス「 101」を含むセット
を保持している。

【０１０４】このマップ１１０にエクステント１１４を
挿入する。詳しくは、マップ１１０に含まれるリーフノ
ード１１２にエクステント１１４を挿入する。この時、
挿入されるエクステント１１４は、オフセット「1200」
と長さ「 200」を保持している。従って、図１１下段に
示すように、このエクステント１１４は、リーフノード
１１２のエクステント１１５とエクステント１１６の間
に挿入される。

【０１０５】更に、後のエクステント１１６に影響が無
いように、オフセット「1400」と長さ［ 600」を保持す
るヌルエクステント１１７を挿入する。そして、エクス
テント１１５は、挿入されるエクステント１１４のオフ
セットに対応して長さが「 200」を持つエクステント１
１５ａに変更される。更に、エクステントの数が規定値
（図において４個）よりも多くなるため、リーフノード
を分割して２つのリーフノード１１２，１１２ａとす
る。一方のリーフノード１１２には元のインデックス
「 101」が与えられ、他方のリーフノード１１２ａには
新たなインデックス「1001」が与えられる。そして、上
位のノード１１１は、一方のリーフノード１１２を表す
ように内容が変更されたエクステント１１３ａを持ち、
他方のリーフノード１１２ｂを表すエクステント１１８
が挿入される。

【０１０６】図１２は、エクステントの削除の説明図で
ある。図１２上段に示すように、マップ１２０は３つの
ノード１２１，１２２，１２３を含み、各ノード１２１
〜１２３はそれぞれ４つのエクステントを持つ。ノード
１２２，１２３はリーフノードであり、それぞれインデ
ックス「 101」，「1001」が与えられている。上位のノ
ード１２１のエクステント１２４，１２５は、ノード１
２２，１２３を表すセットを保持している。

【０１０７】このマップ１２０からノード１２２に含ま
れるエクステント１２６を削除する。この時、削除され
るエクステント１２６は、オフセット「1200」と長さ
「 200」を保持している。そして、次のエクステント１
２７はヌルエクステントである。従って、これらのエク
ステント１２６，１２７を、図１２中段に示すように空
きエクステント１２６ａ，１２７ａとする。更に、エク
ステント１２８を、エクステント１２６，１２７の長さ
を含めるように長さを「1000」を持つエクステント１２
８ａとする。

【０１０８】次に、２つのリーフノード１２２，１２３
はそれぞれ２つの使用されたエクステントを持ち、これ
ら使用されたエクステントの数は規定値以内であって１
つのノードに含めることが可能である。従って、Ｂツリ
ーの縮小処理を行う。即ち、図１２下段に示すように、
一方のリーフノード１２２に他方のリーフノード１２３
の使用されたエクステント１２９，１３０を持たせる。
そして、上位のノード１２１が他方のリーフノード１２
３を表さないようにエクステント１２５（図１２中段参
照）を削除すると共に、１つのリーフノード１２２を表
すように上位ノード１２１が持つエクステント１２４
を、長さ「4000」を持つエクステント１２４ａに変更す
る。

【０１０９】関連付け対象がオブジェクトとファイルの
場合、ファイルのＯＭ（バンク０）にオブジェクトを挿
入することで関連付けを行う。関連付け対象がキャッシ
ュ・エクステント（Ｃ−ｅｘｔ）とキャッシュ対象の場
合、キャッシュ対象のＣＥＭのノード（データ・エント
リ）にキャッシュ・エクステントを挿入することで関連
付けを行う。

【０１１０】ファイルとオブジェクトをマッピングする
ＯＭはＦＴ内にあり、ファイル毎に２つ存在する。一方
をバンク０とし、他方をバンク１とする。バンク０とバ
ンク１は実質的に同じ内容を持つ。バンク０は、ファイ
ルにおけるオブジェクトの場所を保持し、バンク１は、
ファイルに対する付加情報（ファイルの所有者や実行プ
ログラム等）を保持する。従って、「オブジェクト検
索」ではバンク０を検索し、「Well Known オブジェク
トＩＤを CLASS-D オブジェクトに変換」ではバンク１
を検索する。

【０１１１】関連付け対象が空きストレージ・エクステ
ント（Ｓ−ｅｘｔ）の場合、ＦＳＥＭのノード（データ
・エントリ）に空きストレージ・エクステントを挿入す
ることで関連付けを行う。関連付け対象が空きキャッシ
ュ・エクステント（Ｃ−ｅｘｔ）の場合、ＦＣＥＭのノ
ード（データ・エントリ）に空きキャッシュ・エクステ
ントを挿入することで関連付けを行う。

【０１１２】関連付け対象がWell KnownオブジェクトＩ
Ｄであり、該Well KnownオブジェクトＩＤをWell Known
ではないオブジェクトＩＤに関連付ける場合、ルートデ
ィレクトリのＯＭ（バンク１）にWell Knownオブジェク
トＩＤを挿入する。関連付け対象が予約番号と付加対象
（ファイル）の場合、付加対象のＯＭ（バンク１）に予
約番号を挿入することで関連付けを行う。

【０１１３】次に、検索（クエリ）について説明する。
検索は、関連付けに基づいて行い、取得する検索対象に
対応するマップを検索してその対象を取得する、即ち、
検索対象とオフセット，長さを指定し、対応するエクス
テントを取得する処理である。このクエリ処理は、ファ
イルに対して読み書きする場合や、テーブル（オブジェ
クト）を参照変更する場合、ディスクに対して未書き出
しのキャッシュを定期的にディスクに書き出す場合など
に行われる。

【０１１４】例えば、オブジェクトからストレージ・エ
クステントを取得する場合、該オブジェクトのＳＥＭを
検索し、該当するストレージ・エクステントを検出す
る。同様に、ファイルからオブジェクトを取得する場
合、ファイルのＯＭ（バンク０）を検索し、キャッシュ
対象からキャッシュ・エクステントを取得する場合、キ
ャッシュ対象のＣＥＭを検索する。

【０１１５】ファイルの作成や拡張時に、空きストレー
ジ・エクステントを取得する場合にはＦＳＥＭを検索
し、空きキャッシュ・エクステントを取得する場合には
ＦＣＥＭを検索する。更に、Well KnownオブジェクトＩ
Ｄを取得する場合にはルートディレクトリのＯＭ（バン
ク１）を検索し、付加対象から予約番号を取得する場合
には当該付加対象のＯＭ（バンク１）を検索する。

【０１１６】エクステントの検索は、以下のように行わ
れる。例えば、図１０に示すマップ１４０からオフセッ
トが「2048」のエクステントを検索する。尚、図におい
てＢツリーのノード中に記載した数値はそのノードのイ
ンデックスである。

【０１１７】先ず、このマップ１４０のルートノード１
４１のエクステント配列をオフセットにて検索し、希望
するオフセット「2048」を含むエクステント、即ちオフ
セット「2000」と長さ[1000]を保持するエクステント１
４２を検出する。

【０１１８】次に、このエクステント１４２が保持する
バリューに基づいて、該バリューとして保持された下位
ノードの識別子であるインデックス「 4」にて表される
ノード１４３のエクステント配列を検索する。そして、
希望するオフセット「2048」を含むエクステント、即ち
オフセット「2000」と長さ[ 100]を保持するエクステン
ト１４４を検出する。

【０１１９】次に、このエクステント１４４が保持する
バリューに基づいて、該バリューとして保持された下位
ノードの識別子であるインデックス「41」にて表される
ノード１４５のエクステント配列を検索する。そして、
希望するオフセット「2048」を含むエクステント、即ち
オフセット「2010」、長さ[50]、バリュー（インデック
ス）「 411」を保持するエクステント１４６を検出す
る。そして、このエクステント１４６が保持するバリュ
ーにより、実体を表すインデックス「 411」が得られ
る。

【０１２０】次に、図２のクライアント機２１に対する
ファイルサーバ機２４のファイルの入出力について説明
する。ファイルサーバ機２４は、ファイルＩＤとオフセ
ットでキャッシュ・エクステントを検索する。キャッシ
ュ・エクステントが存在する場合、ファイルサーバ機２
４はキャッシュ・エクステントのデータをクライアント
機２１に送信する。

【０１２１】キャッシュ・エクステントが存在しない場
合、先ずファイルサーバ機２４はファイルとキャッシュ
・エクステントの関連付けを行う。次に、ファイルサー
バ機２４は、その関連付けしたキャッシュ・エクステン
トを他から使用されないようにロックする。次に、ファ
イルサーバ機２４は、キャッシュ・エクステントに対し
てデータの入出力を行う（図１のディスク装置３５から
読み出したデータをキャッシュ・エクステントに書き込
む。又はキャッシュ・エクステントのデータをディスク
装置３５に格納する）。そして、データの入出力を終え
たファイルサーバ機２４は、当該キャッシュ・エクステ
ントのロックを解除する。

【０１２２】キャッシュ・エクステントの関連付けにつ
いて詳述する。先ず、ファイルサーバ機２４は、ファイ
ルＩＤとオフセットによりＯＭから該当するオブジェク
トを検索する。該当するオブジェクトがない場合、ファ
イルサーバ機２４は新規オブジェクトＩＤを取得し、フ
ァイルにオブジェクトを関連付ける。

【０１２３】次に、ファイルサーバ機２４は、オブジェ
クトＩＤとオフセットによりＳＥＭから該当するストレ
ージ・エクステントを検索する。該当するストレージ・
エクステントがない場合、ＦＳＥＭから空きストレージ
・エクステントを取得し、オブジェクトにストレージ・
エクステントを関連付ける。

【０１２４】次に、ファイルサーバ機２４は、ＦＣＥＭ
から空きキャッシュ・エクステントを取得し、その空き
キャッシュ・エクステントをディスク、オブジェクト、
ファイルの順に関連付ける。

【０１２５】このように、ファイルサーバ機２４は、関
連付けをオブジェクト、ストレージの順番で行う。一
方、検索を行う場合、ファイルサーバ機２４は、ストレ
ージ、オブジェクトの順番で行う。

【０１２６】次に、キャッシュ・エクステントの書き出
し（コミット）について説明する。コミットは、キャッ
シュ・エクステントの内容をディスク装置３５に格納す
ることであり、キャッシュメモリ４４に記憶されたファ
イルの内容が電源遮断により喪失するのを防ぐ。このコ
ミットはコミット・デーモン・プログラムの実行により
行われる。このコミット・デーモン・プログラムによる
ＣＰＵ３１（図３）の動作を、コミット・デーモンの動
作として説明する。

【０１２７】ファイルサーバ機２４は、コミット・デー
モンを一定時間毎に起動する。起動されたコミット・デ
ーモンは、先ずディスク装置３５（図３）にバインドさ
れているキャッシュ・エクステントをディスク装置３５
のオフセット順にＣＥＭ内で検索する。次に、コミット
・デーモンは未書き出しのキャッシュ・エクステントを
所定個数選択し、内容をディスク装置３５に書き出す。

【０１２８】次に、キャッシュ・エクステントの再利用
（解放・パージ）について説明する。キャッシュメモリ
４４は有限な資源であるため、バインドを続けると資源
が不足してくる。このため、利用度の低い（利用されて
からの経過時間が長い、又は利用回数が少ない）キャッ
シュ・エクステントのバインドを解除し、再利用する。
このための処理がパージ処理であり、キャッシュ・エク
ステントをキャッシュ対象から引き離し、空きキャッシ
ュ・エクステントとする。この空きキャッシュ・エクス
テントが再利用可能なキャッシュ・エクステントであ
る。

【０１２９】先ず、キャッシュの内容がディスクに未書
き出しの場合は「コミット処理」を行い、内容をディス
クに書き出す。キャッシュ・エクステントは、自らを書
き出すべきストレージ・エクステントの情報を保持して
いるため、速やかにディスクへの書き出しが可能であ
る。ただし、キャッシュ・エクステントの状態が VALID
かつ DIRTY（未書き出し）の場合以外は書き出しを行う
必要はない。

【０１３０】次に、「アンバインド処理」を行いキャッ
シュ・エクステントとキャッシュ対象の関連を解消す
る。バインド処理の逆であり、ＣＨＴを検索し、対応す
るエクステントを削除する。最後に、キャッシュ・エク
ステントを開放する。ＦＣＥＴオブジェクトにバインド
することによりキャッシュ・エクステントは開放され
る。

【０１３１】このパージ（パージ処理）はパージ・デー
モン・プログラムの実行により行われる。このパージ・
デーモン・プログラムによるＣＰＵ３１の動作を、パー
ジ・デーモンの動作として説明する。

【０１３２】ファイルサーバ機２４は、パージ・デーモ
ンを一定時間毎に起動する。起動されたパージ・デーモ
ンは、パージキューの長さを監視し、その長さが基準値
を超えていた場合に、キューの先頭から超えている分の
数のキャッシュ・エクステントのバインドを解除し、空
きキャッシュ・エクステントを生成する。

【０１３３】次に、上記のように構成された処理の手順
を図１８〜図２８に従って説明する。図１８，図１９
は、クエリ処理のフローチャートである。

【０１３４】尚、図１８，図１９は、キャッシュ対象か
らキャッシュ・エクステント（Ｃ−ｅｘｔ）を検索する
手順を示しており、他の検索についても同様の手順によ
り実施される。

【０１３５】先ず、ファイルサーバ機２４は、キャッシ
ュＩＤがオブジェクトＩＤか否かを判断し（ステップ２
０１）、オブジェクトＩＤの場合にはキャッシュＩＤが
ＣＬＡＳＳ＿ＤオブジェクトＩＤか否かを判断する（ス
テップ２０２）。ＣＬＡＳＳ＿ＤオブジェクトＩＤの場
合にはステップ２０４へ進み、そうでない場合にはWell
KnownオブジェクトＩＤをＣＬＡＳＳ＿Ｄオブジェクト
ＩＤに変換する（ステップ２０３）。ステップ２０１に
おいてキャッシュＩＤがオブジェクトＩＤではない場合
にはステップ２０４へ進む。

【０１３６】ファイルサーバ機２４はキャッシュ・エク
ステントを検索し（ステップ２０４）、キャッシュ・エ
クステントがバインド済みか否かを判断する（ステップ
２０５）。バインド済みの場合、ファイルサーバ機２４
はキャッシュ・エクステントをロックしパージキューか
ら外す（ステップ２０６）。次に、ファイルサーバ機２
４はキャッシュ・エクステントの状態がＶＡＬＩＤ（有
効）か否かを判断する（ステップ２０７）。キャッシュ
・エクステントがキャッシュ対象（ファイル、オブジェ
クト、ストレージ）の内容で満たされている状態、或は
現在のキャッシュ・エクステントの内容でキャッシュ対
象を書き換えることが可能な状態を、キャッシュ・エク
ステントがVALID （有効）であるという。ファイルサー
バ機２４は、有効な場合に当該処理を終了する。一方、
キャッシュ・エクステントが有効ではない場合、ファイ
ルサーバ機２４はキャッシュ・エクステントにデータを
読み込み（ステップ２０８）、処理を終了する。

【０１３７】ステップ２０５においてバインド済みでは
ない場合、ファイルサーバ機２４はキャッシュＩＤがス
トレージＩＤか否かを判断し（ステップ２０９）、スト
レージＩＤの場合にはキャッシュ・エクステントを割り
当て、ストレージにバインドする（ステップ２１０）。

【０１３８】ステップ２０９においてストレージＩＤで
はない場合、ファイルサーバ機２４は、キャッシュＩＤ
がオブジェクトか否かを判断する（図１９，ステップ２
１１）。オブジェクトの場合、ストレージ・エクステン
トを検索し（ステップ２１２）、ストレージ・エクステ
ントがバインド済みか否かを判断する（ステップ２１
３）。バインド済みでない場合にはストレージ・エクス
テントを割り当てオブジェクトにバインドする（ステッ
プ２１４）。

【０１３９】バインド済みの場合又はオブジェクトにバ
インドした後、ディスク装置３５に対して再帰的にクリ
エを実行し（ステップ２１５）、キャッシュ・エクステ
ントをオブジェクトにバインドし（ステップ２１６）、
処理を終了する。

【０１４０】一方、ステップ２１１においてオブジェク
トではない場合、ファイルサーバ機２４はオブジェクト
を検索し（ステップ２１７）、オブジェクトがバインド
済みか否かを判断する（ステップ２１８）。オブジェク
トがバインド済みではない場合にはオブジェクトＩＤを
割り当てファイルにバインドする（ステップ２１９）。

【０１４１】オブジェクトがバインド済みの場合又はフ
ァイルにバインドした後、オブジェクトに対して再帰的
にクエリを実行し（ステップ２２０）、キャッシュ・エ
クステントをファイルにバインドし（ステップ２２
１）、処理を終了する。

【０１４２】次に、エクステント検索処理とエクステン
ト割り当て処理を説明する。「エクステント検索処理」
は、ＣＨＴ，ＯＴ，ＦＴの検索処理であり、先のクエリ
処理においてキャッシュ・エクステントを検索するとき
（図１８のステップ２０４）にＣＨＴを検索する。キャ
ッシュが存在しない場合には新規にキャッシュ・エクス
テントを割り当てる「エクステント割り当て処理」を実
行する。このときにもＣＨＴを検索する。尚、使用中で
ないキャッシュ・エクステントはＦＣＥＴオブジェクト
にバインドされている。

【０１４３】次に、キャッシュ・エクステントをVALID
な状態にするためにファイルの内容をキャッシュ・エク
ステントに読み込む。このときＦＴを検索し、対応する
オブジェクトを特定し、ファイル読み込みをオブジェク
ト読み込みに翻訳する。更に、ＯＭを検索し、対応する
ストレージ・エクステントを特定し、オブジェクト読み
込みをストレージ読み込みに翻訳する。最後に、実際に
ストレージのデータをキャッシュ・エクステントに読み
込む。

【０１４４】このファイル読み込みからストレージ読み
込みへの翻訳において、ストレージが未割当ての場合が
あり、新規にストレージ・エクステントを割り当てる。
このときにもＯＴを検索する。尚、使用中でないストレ
ージ・エクステントはＦＳＥＴオブジェクトにバインド
されている。

【０１４５】割り当てられたキャッシュ・エクステント
やストレージ・エクステントに対して「バインド処理」
を実行する。キャッシュ・エクステントのバインド処理
ではＣＨＴを検索し、対応する場所にエクステントを挿
入する。ストレージ・エクステントのバインド処理では
ＯＴを検索し、対応する場所にエクステントを挿入す
る。

【０１４６】次に、エクステント検索処理とエクステン
ト割り当て処理をフローチャートに従って説明する。図
２０は、エクステント検索処理のフローチャートであ
り、図２１は、エクステント割り当て処理のフローチャ
ートである。これらの処理は図１８，１９のクエリ処理
にて呼び出される。即ち、図２０のステップ２３１〜２
３３は図１８，１９のステップ２０４，２１２のサブス
テップであり、図２１のステップ２４１〜２５１は図１
８，１９のステップ２１０，２１４のサブステップであ
る。

【０１４７】先ず、エクステント検索処理を図２０に従
って説明する。ファイルサーバ機２４はブランチノード
であるか否かを判断し（ステップ２３１）、ブランチノ
ードの場合にはエクステント配列をオフセットで検索し
（ステップ２３２）、ステップ２３１へ移行する。

【０１４８】ブランチノードではない場合、ファイルサ
ーバ機２４はエクステント配列をオフセットで検索し
（ステップ２３３）、処理を終了する。つまり、リーフ
ノードのエクステント配列をオフセットで検索する。

【０１４９】次に、エクステント割り当て処理を図２１
に従って説明する。先ず、ファイルサーバ機２４は、要
求長から検索対象の空きエクステント・マップ（ＦＳＥ
Ｍ又はＦＣＥＭ）を選択し（ステップ２４１）、ヒント
オフセットリストから空きエクステントのオフセットを
取得する（ステップ２４２）。

【０１５０】ヒントオフセットリストは、フリーキャッ
シュ・エクステントやフリーストレージ・エクステント
の検索を高速化するための仕組みである。過去にＦＣＥ
ＭやＦＳＥＭに返却されたキャッシュ・エクステントや
ストレージ・エクステントのオフセット（キャッシュ上
のアドレスやストレージ上のオフセット）を蓄積してお
き、蓄積された情報を参照して検索することにより次回
の検索が省略できる。

【０１５１】次に、ファイルサーバ機２４は、ヒントオ
フセットが得られたか否かを判断し（ステップ２４
３）、得られた場合には空きエクステント・マップ（Ｆ
ＳＥＭ又はＦＣＥＭ）をオフセットで検索する（ステッ
プ２４４）。

【０１５２】次に、ファイルサーバ機２４は、空きエク
ステントがあるか否かを判断し（ステップ２４５）、空
きがある場合には空きエクステント・マップから空きエ
クステントをアンバインドする（ステップ２４６）。

【０１５３】次に、ファイルサーバ機２４は、取得した
空きエクステントが要求長より大きいか否かを判断し
（ステップ２４７）、大きい場合にはエクステントを要
求長で分割し残りを空きエクステント・マップにバイン
ドする（ステップ２４８）。要求長は、エクステントに
格納するデータの量に対応する。

【０１５４】そして、ヒントオフセットリストにバイン
ドしたエクステントのオフセットを登録する（ステップ
２４９）。一方、ステップ２４７において要求長よりも
大きくない場合、ファイルサーバ機２４はエクステント
割り当て処理を終了する。

【０１５５】ステップ２４３においてヒントオフセット
が得られない場合、ファイルサーバ機２４は検索対象の
空きエクステント・マップを１クラス小さいものに変更
する（ステップ２５０）。そして、空きエクステントが
選択できたか否かを判断し（ステップ２５１）、できた
場合にはステップ２４２へ、できない場合には処理を終
了する。

【０１５６】図２２は、バインド処理のフローチャート
である。ファイルサーバ機２４は、先ずＣＥＭにルート
ノードがあるか否かを判断し（ステップ２６１）、無い
場合にはルートノードを割り当て、リーフノードとして
初期化する（ステップ２６２）。

【０１５７】次に、ファイルサーバ機２４は、ブランチ
ノードであるか否かを判断し（ステップ２６３）、ブラ
ンチノードの場合にはエクステント配列をオフセットで
検索する（ステップ２６４）。

【０１５８】次に、ファイルサーバ機２４は、エクステ
ントがあるか否かを判断し（ステップ２６５）、ある場
合にはステップ２６３へ移行し、無い場合には最終エク
ステントを選択（ステップ２６６）してステップ２６３
へ移行する。

【０１５９】一方、ステップ２６３においてブランチノ
ードではない場合、ファイルサーバ機２４は、エクステ
ントを挿入し（ステップ２６７）、リーフノードの分割
が必要か否かを判断する（ステップ２６８）。その分割
が必要な場合にはリーフノードを分割して（ステップ２
６９）ステップ２６７へ移行し、必要がない場合には処
理を終了する。

【０１６０】図２３は、アンロック処理のフローチャー
トである。アンロック処理は、クエリ処理によってキャ
ッシュ・エクステントに施されたロックを解除する処理
であり、クエリ処理とセットで使用される。クエリ処理
によって返されるキャッシュ・エクステントは排他のた
めのロックがされた状態（図１８のステップ２０６）に
ある。このロックされたキャッシュ・エクステントを他
から利用するために、このロックを解除する。 ファイ
ルサーバ機２４は、キャッシュ・エクステントを検索し
（ステップ２７１）、ロックカウントをディクリメント
する（ステップ２７２）。そして、ロックカウントが
「０」（ゼロ）か否かを判断し（ステップ２７３）、
「０」でない場合には処理を終了し、「０」の場合には
ＢＵＳＹフラグを下ろす（ステップ２７４）。次に、Ｗ
ＡＮＴフラグが立っているか否かを判断し（ステップ２
７５）、立っている場合には待ちスレッドを起動する
（ステップ２７６）。

【０１６１】一方、ステップ２７５においてウエイトフ
ラグが立っていない場合、パージ記述子が全て使用中か
否かを判断する（ステップ２７７）。キャッシュ対象と
キャッシュ・エクステントのマッピングを解消し、キャ
ッシュ・エクステントを返却することをパージと呼ぶ。
パージ記述子はパージ処理に必要な情報（ＣＥＭを検索
するための情報）を保持する。

【０１６２】パージは「アンロック」時点で可能となる
が、これをできるだけ保留することによって同じキャッ
シュ対象への「クエリ」を高速に処理するいわゆる「キ
ャッシュ・ヒット」させることができる。このパージを
保留するためにパージ記述子を使用する。

【０１６３】「アンロック」時点にパージ記述子を作成
しＬＲＵリストにつなぎ、一定時間毎にＬＲＵリスト先
頭のパージ記述子が処理される。パージ記述子が処理さ
れる前に再び「クエリ」されることでパージ記述子はＬ
ＲＵリストから取り除かれる。

【０１６４】パージ記述子は、キャッシュＩＤ，オフセ
ット，長さ，リスト上での前と後ろのエントリのメモリ
上のアドレスからなる。キャッシュＩＤは、ファイルＩ
Ｄ，オブジェクトＩＤ，ストレージＩＤの何れかであ
る。例えば、パージ記述子は、「0x100000005, 0x10000
00, 0x8000, 0x6bef8f88, 0x0」のように表される。こ
の例において、「0x100000005 」はファイルＩＤ、「0x
1000000 」はオフセット、「0x8000」は長さ、「0x6bef
8f88」はリスト上の後のエントリのアドレス、「0x0 」
はリスト上の前のエントリのアドレスである。この例
は、ＬＲＵリストの先頭にあるパージ記述子を示す。

【０１６５】全てのパージ記述子が使用中の場合にはキ
ャッシュ・エクステントをパージし（ステップ２７
８）、パージ・デーモンを起動する（ステップ２７
９）。パージ記述子が全て使用中ではない場合、パージ
記述子を作成し、キューにつなげる（ステップ２８
０）。そして、パージキューの長さが上水線（基準値）
を超えているか否かを判断し（ステップ２８１）、超え
ている場合にはステップ２７９においてパージ・デーモ
ンを起動し、超えていない場合には処理を終了する。

【０１６６】図２４は、パージ処理のフローチャートで
ある。先ず、ファイルサーバ機２４は、キャッシュ・エ
クステントを検索し（ステップ２９１）、キャッシュ・
エクステントの内容をコミットする（ステップ２９
２）。次に、キャッシュＩＤがストレージＩＤか否かを
判断し（ステップ２９３）、ストレージＩＤの場合には
キャッシュ・エクステントをストレージからアンバイン
ドし（ステップ２９４）、処理を終了する。

【０１６７】キャッシュＩＤがストレージＩＤではない
場合、キャッシュＩＤがオブジェクトＩＤか否かを判断
する（ステップ２９５）。オブジェクトＩＤの場合には
ストレージ・エクステントを検索し（ステップ２９
６）、ストレージに対して再帰的にパージを実行し（ス
テップ２９７）、キャッシュ・エクステントをオブジェ
クトからアンバインドし（ステップ２９８）、処理を終
了する。

【０１６８】キャッシュＩＤがオブジェクトＩＤではな
い場合、オブジェクトを検索し（ステップ２９９）、オ
ブジェクトに対して再帰的にパージを実行し（ステップ
３００）、キャッシュ・エクステントをファイルからア
ンバインドし（ステップ３０１）、処理を終了する。

【０１６９】図２５は、コミット処理のフローチャート
である。先ず、ファイルサーバ機２４は、キャッシュ・
エクステントを検索し（ステップ３１１）、キャッシュ
ＩＤがストレージＩＤか否かを判断する（ステップ３１
２）。ストレージＩＤの場合にはキャッシュ・エクステ
ントの内容をディスク装置３５に書き出し（ステップ３
１３）、処理を終了する。

【０１７０】キャッシュＩＤがストレージＩＤではない
場合、キャッシュＩＤがオブジェクトＩＤか否かを判断
する（ステップ３１４）。オブジェクトＩＤの場合には
ストレージ・エクステントを検索し（ステップ３１
５）、キャッシュ・エクステントの内容をストレージ・
エクステントに書き出し（ステップ３１６）、処理を終
了する。

【０１７１】キャッシュＩＤがオブジェクトＩＤではな
い場合、オブジェクトを検索し（ステップ３１７）、キ
ャッシュ・エクステントの内容をオブジェクトに書き出
し（ステップ３１８）、処理を終了する。

【０１７２】図２６は、アンバインド処理のフローチャ
ートである。先ず、ファイルサーバ機２４は、ブランチ
ノードであるか否かを判断し（ステップ３２１）、ブラ
ンチノードの場合にはエクステント配列をオフセットで
検索し（ステップ３２２）、ステップ３２１へ移行す
る。

【０１７３】ブランチノードではない場合、ファイルサ
ーバ機２４は、エクステントを削除し（ステップ３２
３）、ノードにエクステントがないか否かを判断し（ス
テップ３２４）、無い場合にはＢ−ｔｒｅｅの縮小処理
を実行し（ステップ３２５）、処理を終了する。また、
ノードにエクステントがある場合にも処理を終了する。

【０１７４】図２７は、パージ・デーモンの処理フロー
チャートである。ファイルサーバ機２４（ＣＰＵ３１）
は、起こされるまで待機し（ステップ３３１）、パージ
キューの長さが上水線を越えているか否かを判断する
（ステップ３３２）。そして、超えている場合にはパー
ジ記述子をキューからはずし、記述子の内容に従ってパ
ージし（ステップ３３３）、ステップ３３２へ移行し、
超えていない場合には再び起こされるまで待機する。

【０１７５】図２８は、コミット・デーモンの処理フロ
ーチャートである。ファイルサーバ機２４（ＣＰＵ３
１）は、一定時間スリープし（ステップ３４１）、パー
ジキューの長さが下水線（基準値）未満か否かを判断し
ステップ３４２）、未満の場合は再びスリープする。

【０１７６】パージキューの長さが下水線以上の場合、
コミット回数が一定回数未満か否かを判断し（ステップ
３４３）、その場合にはディスク装置３５にバインドさ
れているキャッシュ・エクステントを検索する（ステッ
プ３４４）。そして、キャッシュ・エクステントがある
か否かを判断し（ステップ３４５）、ある場合にはキャ
ッシュ・エクステントの内容をディスク装置３５に書き
出す（ステップ３４６）。そして、パージキューを一巡
したか否か（パージキューに接続された全てのキャッシ
ュ・エクステントについて実施したか否か）を判断し
（ステップ３４７）、一巡している場合にはステップ３
４２へ移行する。一巡していない場合及びキャッシュ・
エクステントが無い（ステップ３４５）場合、ステップ
３４３へ移行する。

【０１７７】以上記述したように、本実施の形態によれ
ば、以下の効果を奏する。 （１）ファイルサーバ機２４のＭＢＣ機構４２は、キャ
ッシュメモリ４４を複数のエクステントの集まりとして
管理する。ディスク装置３５のディスクブロックからオ
ブジェクトが構成され、オブジェクトからファイルが構
成される階層構造において、ＭＢＣ機構４２は、階層レ
ベルと同一階層レベル内のオブジェクト識別子からなる
キャッシュＩＤを生成する。更に、キャッシュＩＤとキ
ャッシュ・エクステントの関連をキャッシュＩＤに特有
なキーで保持するキャッシュ・ヘッダを管理するテーブ
ルを階層毎に作成する。そして、ディスク装置３５の内
容に対するアクセスに応答してキャッシュ・ヘッダ・テ
ーブルを、アクセスするオブジェクトのキャッシュＩＤ
とキーで検索するようにした。その結果、各オブジェク
ト（ファイル、オブジェクト、ディスクブロック）に対
応するキャッシュメモリが必要なく、キャッシュメモリ
間でデータコピーをする必要がないので、オーバーヘッ
ドを少なくすることができる。

【０１７８】尚、前記実施形態は、以下の態様に変更し
てもよい。 ・上記実施形態のファイルサーバ機２４〜２６を、別の
形態のシステムに適用しても良い。

【０１７９】例えば、図２９に示す高速大容量データベ
ース向けシステム１５０に適用する。このシステム１５
０は、複数（図において３つ）のクライアント機２１，
２２，２３と、サーバ・クラスタ・システム１５１がネ
ットワーク２７に接続されてなる。サーバ・クラスタ・
システム１５１は、複数（図において１２台）のファイ
ルサーバ機１５２から構成される。これらファイルサー
バ機１５２は、上記実施形態のファイルサーバ機２４〜
２６と実質的に同一の機能を持ち、ノードと呼ばれる。
ノード数はシステム１５０にて要求される入出力性能要
件により決定される。このシステム１５０では、データ
ベース（ファイル）の構成オブジェクトをサーバ・クラ
スタ・システム１５１の各ノードに分散配置する。この
ような構成により、大容量のデータベースを高速にアク
セスすることができる。

【０１８０】また、図３０に示すクラスタ・システム１
６０に適用する。このシステム１６０は、複数（図にお
いて１２）のノード１６１がネットワーク２７を介して
相互に接続されてなる。各ノード１６１はクライアント
機１６２とファイルサーバ機１６３から構成されてい
る。従って、各ノード１６１は、実質的に同じ機能を有
している。そして、クラスタ・システム１６０全体で１
つのファイルシステムビューを構成する。そして、各ノ
ード１６１に対してオブジェクトを冗長配置する、即
ち、複数のノード１６１に実質的に同じオブジェクトを
配置する（オブジェクトをコピーする）。このため、１
つ又はいくつかのノード１６１が故障しても、同じ機能
を持つ他のノード１６１にオブジェクトが配置されてい
れば、システム１６０の稼働に影響はない。即ち、ノー
ドの数とオブジェクト配置の冗長度により稼働率を高
め、耐ノード故障性を設定することができる。

【０１８１】また、図３１に示す並列計算システム１７
０に適用する。このシステム１７０は、クライアント・
システム１７１とファイルサーバ機１７２がネットワー
ク２７を介して接続されてなる。クライアント・システ
ム１７１は、複数（図において１２）の計算ノード１７
３からなり、各計算ノード１７３は並列的に動作する。
従って、ファイルサーバ機１７２に格納したファイルに
対する処理を各計算ノード１７３に分担させる、即ち各
計算ノード１７３の処理範囲を設定することで、演算処
理時間を極めて短縮することができる。

【０１８２】以上の様々な実施の形態をまとめると、以
下のようになる。 （付記１） クライアント機とディスク装置の間に設け
られたキャッシュ領域に前記ディスク装置の内容の一部
を記憶させ、該内容に対するアクセスに応答して前記キ
ャッシュ領域に記憶した内容を前記クライアント機へデ
ータ転送するファイル制御装置にて実行されるキャッシ
ュ制御プログラムであって、前記ファイル制御装置は、
前記キャッシュ領域を複数のエクステントの集まりとし
て管理し、一次オブジェクトから二次オブジェクトが構
成され、二次オブジェクトから三次オブジェクトが構成
されるような階層構造において、階層レベルと同一階層
レベル内のオブジェクト識別子からなるキャッシュＩＤ
を生成し、前記キャッシュＩＤとキャッシュ・エクステ
ントの関連をキャッシュＩＤに特有なキーで保持するキ
ャッシュ・ヘッダを管理するテーブルを階層毎に作成
し、前記ディスク装置の内容に対するアクセスに応答し
て前記テーブルを、アクセスするオブジェクトのキャッ
シュＩＤと前記キーで検索すること、を実行するキャッ
シュ制御プログラム。 （付記２） 前記ファイル制御装置は、前記一次オブジ
ェクトに関連付けたキャッシュ・エクステントを、他の
階層のオブジェクトの対応する部分に対してそれぞれの
階層のキャッシュ・ヘッダにより関連付けること、を実
行する付記１記載のキャッシュ制御プログラム。 （付記３） 前記ファイル制御装置は、前記各層のオブ
ジェクトのそれぞれを関連付けたマップを記憶し、該テ
ーブルにより各層のオブジェクトを相互に検索するこ
と、を実行する付記１又は２記載のキャッシュ制御プロ
グラム。 （付記４） 前記テーブルを複数のブロックにて構成
し、各ブロックを複数のエントリにて構成し、前記ファ
イル制御装置は、前記テーブルのエントリを用いて前記
エクステントを管理するマップを作成し、前記アクセス
時に該マップを検索すること、を実行する付記１乃至３
のうちの何れか一に記載のキャッシュ制御プログラム。 （付記５） 前記クライアント機及び前記ファイル制御
装置はネットワークに接続され、前記キャッシュＩＤに
はネットワーク上の特定ドメインにおけるノードの識別
番号が含まれ、前記ファイル制御装置はキャッシュ・ヘ
ッダのテーブルを、前記ネットワークを介してノード間
で配布すること、を実行する付記１乃至４のうちの何れ
か一に記載のキャッシュ制御プログラム。 （付記６） クライアント機とディスク装置の間に設け
られたキャッシュ領域に前記ディスク装置の内容の一部
を記憶させ、該内容に対するアクセスに応答して前記キ
ャッシュ領域に記憶した内容を前記クライアント機へデ
ータ転送するファイル制御装置におけるキャッシュ制御
方法であって、前記ファイル制御装置は、前記キャッシ
ュ領域を複数のエクステントの集まりとして管理し、一
次オブジェクトから二次オブジェクトが構成され、二次
オブジェクトから三次オブジェクトが構成されるような
階層構造において、階層レベルと同一階層レベル内のオ
ブジェクト識別子からなるキャッシュＩＤを生成し、前
記キャッシュＩＤとキャッシュ・エクステントの関連を
キャッシュＩＤに特有なキーで保持するキャッシュ・ヘ
ッダを管理するテーブルを階層毎に作成し、前記ディス
ク装置の内容に対するアクセスに応答して前記テーブル
を、アクセスするオブジェクトのキャッシュＩＤと前記
キーで検索すること、を特徴とするキャッシュ制御方
法。 （付記７） クライアント機とディスク装置の間に設け
られたキャッシュ領域に前記ディスク装置の内容の一部
を記憶させ、該内容に対するアクセスに応答して前記キ
ャッシュ領域に記憶した内容を前記クライアント機へデ
ータ転送するファイル制御装置であって、前記キャッシ
ュ領域を複数のエクステントの集まりとして管理し、一
次オブジェクトから二次オブジェクトが構成され、二次
オブジェクトから三次オブジェクトが構成されるような
階層構造において、階層レベルと同一階層レベル内のオ
ブジェクト識別子からなるキャッシュＩＤを生成し、前
記キャッシュＩＤとキャッシュ・エクステントの関連を
キャッシュＩＤに特有なキーで保持するキャッシュ・ヘ
ッダを管理するテーブルを階層毎に作成し、前記ディス
ク装置の内容に対するアクセスに応答して前記テーブル
を、アクセスするオブジェクトのキャッシュＩＤと前記
キーで検索すること、を特徴とするファイル制御装置。 （付記８） クライアント機とディスク装置の間に設け
られたキャッシュ領域に前記ディスク装置の内容の一部
を記憶させ、該内容に対するアクセスに応答して前記キ
ャッシュ領域に記憶した内容を前記クライアント機へデ
ータ転送するファイル制御装置におけるキャッシュ制御
プログラムを記録した記録媒体であって、前記ファイル
制御装置は、前記キャッシュ領域を複数のエクステント
の集まりとして管理し、一次オブジェクトから二次オブ
ジェクトが構成され、二次オブジェクトから三次オブジ
ェクトが構成されるような階層構造において、階層レベ
ルと同一階層レベル内のオブジェクト識別子からなるキ
ャッシュＩＤを生成し、前記キャッシュＩＤとキャッシ
ュ・エクステントの関連をキャッシュＩＤに特有なキー
で保持するキャッシュ・ヘッダを管理するテーブルを階
層毎に作成し、前記ディスク装置の内容に対するアクセ
スに応答して前記テーブルを、アクセスするオブジェク
トのキャッシュＩＤと前記キーで検索すること、を特徴
とするキャッシュ制御プログラムを記録した記録媒体。

【０１８３】

【発明の効果】以上詳述したように、本発明によれば、
各オブジェクトに対応するキャッシュメモリが必要な
く、キャッシュメモリ間のコピーが不要になるのでオー
バーヘッドを少なくすることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 一実施形態のファイルサーバ機の機能説明図
である。

【図２】 一実施形態のネットワークシステムの概略構
成図である。

【図３】 一実施形態のファイルサーバ機の概略構成図
である。

【図４】 ファイルサーバ機のファイル記録の説明図で
ある。

【図５】 テーブルの構造を示す説明図である。

【図６】 データ・エントリとエクステントの関係を示
す説明図である。

【図７】 マップの構造を示す説明図である。

【図８】 データ・エントリとマップの関係を示す説明
図である。

【図９】 エクステントによるノードの関連付けを示す
説明図である。

【図１０】 エクステントの検索の説明図である。

【図１１】 エクステントの挿入の説明図である。

【図１２】 エクステントの削除の説明図である。

【図１３】 各種テーブルの関係を示す説明図である。

【図１４】 ＣＨＴによる関連付けの説明図である。

【図１５】 ＯＴによる関連付けの説明図である。

【図１６】 ＦＴによる関連付けの説明図である。

【図１７】 各種テーブルによる関連付けの説明図であ
る。

【図１８】 クエリ処理のフローチャートである。

【図１９】 クエリ処理のフローチャートである。

【図２０】 エクステント検索処理のフローチャートで
ある。

【図２１】 エクステント割り当て処理のフローチャー
トである。

【図２２】 バインド処理のフローチャートである。

【図２３】 アンロック処理のフローチャートである。

【図２４】 パージ処理のフローチャートである。

【図２５】 コミット処理のフローチャートである。

【図２６】 アンバインド処理のフローチャートであ
る。

【図２７】 パージ・デーモンの処理フローチャートで
ある。

【図２８】 コミット・デーモンの処理フローチャート
である。

【図２９】 適用される別のシステム構成の説明図であ
る。

【図３０】 適用される別のシステム構成の説明図であ
る。

【図３１】 適用される別のシステム構成の説明図であ
る。

【図３２】 従来のファイルサーバ機のファイル記録の
説明図である。

【図３３】 従来のファイルサーバ機の機能説明図であ
る。

【図３４】 従来のファイルサーバ機のアクセス手順の
説明図である。

【符号の説明】

２１，２２，２３ クライアント機 ２４，２５，２６ ファイルサーバ機 ２７ ネットワーク ３５ ディスク装置 ４２ マルチ・バインド・キャッシュ機構 ４４ キャッシュメモリ ８１ ファイル（三次オブジェクト） ８２ オブジェクト（二次オブジェクト） ８３ ディスクブロック（ストレージ・エクステント、
一次オブジェクト） ８４ キャッシュ・エクステント ８７〜８９ キャッシュ・エクステント・テーブル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 加藤 裕二 愛知県名古屋市東区葵１丁目16番38号 株 式会社富士通プライムソフトテクノロジ内 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 CA14 CE12 CH02 5B082 FA12 HA02

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 クライアント機とディスク装置の間に設
   けられたキャッシュ領域に前記ディスク装置の内容の一
   部を記憶させ、該内容に対するアクセスに応答して前記
   キャッシュ領域に記憶した内容を前記クライアント機へ
   データ転送するファイル制御装置にて実行されるキャッ
   シュ制御プログラムであって、 前記ファイル制御装置は、 前記キャッシュ領域を複数のエクステントの集まりとし
   て管理し、 一次オブジェクトから二次オブジェクトが構成され、二
   次オブジェクトから三次オブジェクトが構成されるよう
   な階層構造において、階層レベルと同一階層レベル内の
   オブジェクト識別子からなるキャッシュＩＤを生成し、 前記キャッシュＩＤとキャッシュ・エクステントの関連
   をキャッシュＩＤに特有なキーで保持するキャッシュ・
   ヘッダを管理するテーブルを階層毎に作成し、 前記ディスク装置の内容に対するアクセスに応答して前
   記テーブルを、アクセスするオブジェクトのキャッシュ
   ＩＤと前記キーで検索すること、を実行するキャッシュ
   制御プログラム。
2. 【請求項２】 前記ファイル制御装置は、前記一次オブ
   ジェクトに関連付けたキャッシュ・エクステントを、他
   の階層のオブジェクトの対応する部分に対してそれぞれ
   の階層のキャッシュ・ヘッダにより関連付けること、を
   実行する請求項１記載のキャッシュ制御プログラム。
3. 【請求項３】 前記ファイル制御装置は、前記各層のオ
   ブジェクトのそれぞれを関連付けたマップを記憶し、該
   テーブルにより各層のオブジェクトを相互に検索するこ
   と、を実行する請求項１又は２記載のキャッシュ制御プ
   ログラム。
4. 【請求項４】 前記テーブルを複数のブロックにて構成
   し、各ブロックを複数のエントリにて構成し、 前記ファイル制御装置は、前記テーブルのエントリを用
   いて前記エクステントを管理するマップを作成し、前記
   アクセス時に該マップを検索すること、を実行する請求
   項１乃至３のうちの何れか一項に記載のキャッシュ制御
   プログラム。
5. 【請求項５】 前記クライアント機及び前記ファイル制
   御装置はネットワークに接続され、 前記キャッシュＩＤにはネットワーク上の特定ドメイン
   におけるノードの識別番号が含まれ、 前記ファイル制御装置はキャッシュ・ヘッダのテーブル
   を、前記ネットワークを介してノード間で配布するこ
   と、を実行する請求項１乃至４のうちの何れか一項に記
   載のキャッシュ制御プログラム。