JP2017120569A - 情報処理装置、制御方法、およびプログラム - Google Patents
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Abstract
【課題】ネットワークドライブがショートカット先として指定されたファイルを受け渡す際に、ネットワークドライブの枯渇をできる限り防ぐ。【解決手段】ファイルへアクセスするための接続情報を生成する生成手段と、ファイルサーバ200上のフォルダに対して仮想ドライブを割り当てる仮想ドライブ割当手段と、を有する情報処理装置100、101において、仮想ドライブ割当手段により割り当てられた仮想ドライブ上のファイルへアクセスするための接続情報に対応するファイルサーバ上のフォルダパス名を記憶する記憶手段と、接続情報を生成する際に、割り当てられる仮想ドライブがない場合、接続情報となる仮想ドライブを生成する仮想ドライブ生成手段とを有する。生成手段は、仮想ドライブ生成手段により生成された仮想ドライブへの接続情報を生成する。【選択図】図1
Description
本発明は、ネットワークドライブを設定可能なファイル管理装置の制御に関する。
昨今のユーザが様々な用途に利用する情報処理装置(いわゆるパーソナルコンピュータ)において、ユーザはネットワーク上にあるフォルダに対してネットワークドライブ(仮想ドライブ)を割り当てることができる。
ネットワークドライブを割り当てることにより、ユーザはネットワーク上にあるフォルダをあたかもローカルドライブにあるかのように操作することができる。
しかし、ネットワークドライブの割当は、ユーザが使用するクライアント毎、ユーザアカウント毎に設定されるため、ネットワークドライブの割当はクライアント毎、ユーザアカウント毎に異なっている。
そのため、ネットワークドライブが指定されたショートカットを利用するアプリケーション、もしくはネットワークドライブで指定されたURIが記載されたドキュメントなどを、他のクライアントやユーザアカウントから共有しようとすると、割り当てたネットワークドライブが異なったり、ネットワークドライブ自体が設定されていなかったりすることがあり、ファイル検出不可のエラーが生じることがある。
特許文献1では、ファイル名がMPR(マルチプルプロバイダルータ)形式であれば、取得したファイル名にはドライブ文字が含まれていることから,取得したファイル名をドライブ文字から始まるファイル名へと構成し直し、また,MUP(マルチプルユニバーサル命名コンベンションプロバイダ)形式でファイル名を取得した場合に,論理デバイスを表すドライブ文字を抽出し,クライアント側で統一的に使用できるドライブ文字から始まるファイル名に再構成し直す技術が開示されている。
しかしながら、特許文献1の技術では、クライアント側のユーザがハードディスクの物理ドライブのパーティションを多く分割している場合や、多くのハードディスクを接続しているユーザの場合、もしくはネットワークドライブを多数設定しているユーザの場合は、割り当てられるネットワークドライブが限られ、特許文献1の技術ではネットワークドライブを割り振ることができない場合がある。
また、クライアント側で統一的に使用できるドライブ文字から始まるファイル名に変更するため、複数のクライアントで共通のドライブ文字から始まるファイル名に再構成することが難しいことも考えられる。
本発明は、上記問題を解決するためになされたものであり、ネットワークドライブがショートカット先として指定されたファイルを受け渡す際に、ネットワークドライブの枯渇をできる限り防ぐことを目的とする。
本発明は、ファイルへアクセスするための接続情報を生成する生成手段と、ファイルサーバ上のフォルダに対して仮想ドライブを割り当てる仮想ドライブ割当手段と、を有する情報処理装置において、前記仮想ドライブ割当手段により割り当てられた仮想ドライブ上のファイルへアクセスするための接続情報に対応するファイルサーバ上のフォルダパス名を記憶する記憶手段と、前記接続情報を生成する際に、割り当てられる仮想ドライブがない場合、前記接続情報となる仮想ドライブを生成する仮想ドライブ生成手段と前記生成手段は、前記仮想ドライブ生成手段により生成された仮想ドライブへの接続情報を生成することを特徴とする。
本発明によれば、ネットワークドライブがショートカット先として指定されたファイルを受け渡す際に、ネットワークドライブの枯渇をできる限り防ぐ効果を有する。
以下、本発明の好ましい実施の形態について図面を参照しながら詳細に説明する。
図1は、本発明に係る情報処理システムの構成を示すシステム構成図である。
図1において、情報処理システムは、少なくとも1つのファイルサーバ200と、ファイルサーバ200上のファイルにアクセスするためのクライアント端末(情報処理装置)100、101を有し、ネットワーク110を介して接続されている。
ユーザは、クライアント端末(情報処理装置)100や101からファイルサーバ200のファイルにアクセスする際、ファイルを特定するためのURI(Uniform Resource Identifier)として、「file:¥¥サーバ名¥フォルダパス名¥ファイル名」を指定する。このURIに接続する際に、あたかも自分のクライアント端末に接続された一つの固定ドライブのように扱う方法として、ネットワークドライブ(仮想ドライブ)として指定する方法がある。
ネットワークドライブの機能は、たとえば、「¥¥CITS−Server¥TEST¥SAMPLE¥SAMPLE1¥SAMPLE2¥」フォルダを「Z:¥」という1つの論理ドライブ名に適応させて、「¥¥CITS−Server¥TEST¥SAMPLE¥SAMPLE1¥SAMPLE2¥」フォルダ以下のファイルやフォルダを、「Z:¥test.doc」などと置き換えて指定できるものである。
本実施形態では、これらのネットワークドライブの先にあるファイルへリンクするショートカットファイルを、クライアント端末100(受け渡し側)からクライアント端末101(受け取り側)へ、コピーや移動、もしくはメールへの添付ファイルなどで渡す場合について記載する。
図2は、本発明の実施形態の各種端末のハードウエア構成を示す図である。
図2において、CPU201は、システムバス204に接続される各デバイスを統括的に制御する。
また、ROM202あるいは外部メモリ211には、CPU201の制御プログラムであるオペレーティングシステム(OS)や、各サーバあるいは各クライアントの後述する各種機能を実現するためのプログラムが記憶されている。
RAM203は、CPU201の主メモリ、ワークエリア、一時待避領域等として機能する。
入力コントローラ205は、入力部209からの入力を制御する。この入力部209としては、特に、サーバやクライアント等の端末では、キーボード、マウス等のポインティングデバイスが挙げられる。また、印刷装置等では、タッチパネル、ボタン、スイッチ等が挙げられる。
出力コントローラ206は、出力部210の表示を制御する。この出力部210としては、例えば、CRTや液晶ディスプレイ等が挙げられる。
外部メモリコントローラ207は、ブートプログラム、各種のアプリケーション、フォントデータ、ユーザーファイル、編集ファイル、プリンタドライバ等を記憶する外部メモリ211へのアクセスを制御する。加えて、各サーバあるいは各クライアントの各種機能を実現するための各種テーブル、パラメータが記憶されている。この外部メモリ211としては、ハードディスク(HD)やフロッピー(登録商標)ディスク(FD)、PCMCIAカードスロットにアダプタを介して接続されるコンパクトフラッシュ(登録商標)、スマートメディア等が挙げられる。
通信I/Fコントローラ208は、ネットワークを介して外部機器との通信制御処理を実行する。
本発明を実現するためのプログラムは外部メモリ211に記録されており、必要に応じてRAM203にロードされることによりCPU201によって実行されるものである。
以下、図3、図4を参照して、本発明における実施形態の流れを説明する。
図3は、本発明の実施形態の情報処理システムにおける第1の制御処理手段の一例を示すフローチャートであり、図中のS301〜S303は各ステップを示す。各ステップの処理は、情報処理装置の外部メモリ211に格納されたアプリケーションプログラムを、それぞれの装置のCPU201がRAM203上にロードして実行することにより実現される。
図3のフローチャートは、クライアント端末100において、ユーザがファイルのショートカットファイルを作成した後で開始される処理である。なお、図3のフローチャートは、この作成されたショートカットファイルに対する処理である。
まず、ユーザの指示により、ファイルのショートカットファイル(接続情報)が作成(不図示)されると、ステップS301が開始され、ステップS301において、クライアント端末100のCPU201は、ユーザが設定しているネットワークドライブ(仮想ドライブ)情報を取得する。ネットワークドライブの情報の例を図5を参照して説明する。
図5の500は、クライアント端末100に記憶されたネットワークドライブの情報の例であり、たとえば、501の行には、「¥¥n001s01」サーバの「¥admin¥work」フォルダが「E:¥」ドライブに割り当てられていることを示している。同様に、502の行によると、「F:¥」ドライブには「¥¥n003s01」サーバの「¥bin¥bat」フォルダが割り当てられ、503行では、「G:¥」ドライブには「¥¥project」サーバの「¥2016」フォルダ、504では、「H:¥」ドライブには「¥¥development」サーバの「¥tools」フォルダが割り当てられていることを示している。ステップS301において、図5の500のようなネットワークドライブ情報を取得する。図3のフローチャートの説明に戻る。
次に図3のステップS302において、クライアント端末100のCPU201は、作成されたショートカットファイルのショートカット先のパスにネットワークドライブを含むかどうか判断する。ステップS302の条件分岐の例を説明する。
ステップS301で取得したネットワークドライブ情報の例である図5を参照して説明すると、ショートカットファイルのショートカット先のファイルパス名が図5の511列のネットワークドライブ名を含むファイルのパス名かどうかで、処理を分ける。ショートカットファイルのショートカット先のファイルパス名が図5の511列のようなネットワークドライブ名を含む場合は、ステップS303に処理を移行し、ショートカットファイルのショートカット先のファイルパス名が図5の511列のネットワークドライブ名を含まない場合は、本発明の処理を終える。
ステップS303へと処理を遷移すると、クライアント端末100のCPU201は、作成されたショートカットファイルに、ショートカット先のネットワークドライブ名を対応するURIフルパス名に変更したフルパスファイル名をショートカットファイルのメタ情報として付加する。例を挙げて説明する。
図5のようなネットワークドライブ情報を有するクライアント端末において、たとえば、「E:¥test.doc」ファイルのショートカットファイルが作成された場合、作成されたショートカットファイル「test.doc.lnk」の中(たとえば、プロパティ内)に「¥¥n001s01¥admin¥work¥test.doc」の名前を登録する。
以上の処理により、ショートカットファイルのショートカット先にネットワークドライブ名が含まれる場合、ショートカットファイルにネットワークドライブに対応するURIフルパス名(絶対URI)を登録し、以後の処理で利用する。
図4は、本発明の実施形態の情報処理システムにおける第2の制御処理手段の一例を示すフローチャートであり、図中のS401〜S415は各ステップを示す。各ステップの処理は、情報処理装置の外部メモリ211に格納されたアプリケーションプログラムを、それぞれの装置のCPU201がRAM203上にロードして実行することにより実現される。
図4のフローチャートは、クライアント端末101のショートカットファイルを受け取る側の処理の流れであり、受け取り側のクライアント端末101でショートカットファイルへの操作(アクセスや書込、修正、削除など)が開始されると実行される処理である。なお、図4のフローチャートは、このファイルへの操作が実行されるショートカットファイルに対する処理である。
まず、ステップS401において、クライアント端末101のCPU201は、操作されるショートカットファイルが、図3のフローチャートによりメタ情報を付加されたショートカットファイルであることを検知する。
次に、ステップS402において、クライアント端末101のCPU201は、操作されるショートカットファイルに付加されているメタ情報(ネットワークドライブに対応するURIフルパス名(絶対URI))を取得する。
次に、ステップS403において、クライアント端末101のCPU201は、クライアント端末101の操作しているユーザにおけるネットワークドライブ情報を取得する。取得するネットワークドライブ情報の例を図6を参照して説明する。
図6の600は、クライアント端末101に記憶されたネットワークドライブの情報の例であり、たとえば、601の行には、「¥¥n001s01」サーバの「¥admin¥work」フォルダが「E:¥」ドライブに割り当てられていることを示している。同様に、602の行によると、「F:¥」ドライブには「¥¥development」サーバの「¥tools」フォルダが割り当てられており、604の行では、「H:¥」ドライブに「¥¥project」サーバの「¥2016」フォルダが割り当てられていることを示している。ステップS403において、図6の600のようなネットワークドライブ情報を取得する。図4のフローチャートの説明に戻る。
次に、図4のステップS404において、クライアント端末101のCPU201は、ステップS402で取得したメタ情報とショートカットファイルで指定されているショートカット先の名前(ネットワークドライブ名)が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報と一致しているかどうかを判断する。図6と図5を参照して、ステップS404の条件分岐を説明する。
たとえば、受け取り側のクライアント端末101のネットワーク情報が図6の600の情報を有している場合に、図5の501に該当するネットワークドライブ「E:¥」のファイルがショートカット先のファイルとして指定されている場合を考える。「E:¥test.doc」ファイルをショートカット先のファイルとして指定されているショートカットファイル「test.doc.lnk」のショートカット先は、取得したメタ情報501行から、「¥¥n001s01¥admin¥work¥test.doc」となる。この「E:¥」ドライブは、クライアント端末101でも指定されており、「E:¥」で指定されるネットワークドライブの指定先は、取得したメタ情報のURIと同じ、「¥¥n001s01¥admin¥work¥」である。そのため、ネットワークドライブの「E:¥」ドライブがそのまま利用できる。図4のフローチャートの説明に戻る。
ステップS404において、取得したメタ情報とショートカット先のネットワークドライブ名が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報と一致している場合は、ステップS405へと処理を遷移し、メタ情報とショートカット先のネットワークドライブ名が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報と一致していない場合はステップS406へと処理を遷移する。
ステップS405へと処理を移行すると、クライアント端末101のCPU201は、ショートカットファイルのショートカット先のファイルパスは一致しているので、何も変更せずにこの発明の処理を終え、次のファイル操作処理(読込や書込、修正、削除などの不図示処理)を実行する。
一方、ステップS406へと処理を遷移すると、クライアント端末101のCPU201は、ステップS402で取得したメタ情報が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報のフルパス名612と一致しているかどうかを判断する。図6と図5を参照して、ステップS406の条件分岐を説明する。
受け取り側のクライアント端末101のネットワーク情報が図6の600の情報を有している場合に、図5の503に該当するネットワークドライブ「G:¥」のファイルがショートカット先のファイルとして指定されている場合を考える。「G:¥practice.xls」ファイルをショートカット先のファイルとして指定されているショートカットファイル「practice.xls.lnk」のショートカット先は、取得したメタ情報501行から、「¥¥project¥2016¥practice.xls」となる。この「G:¥」ドライブは、クライアント端末101でも指定されているが、「G:¥」で指定されるネットワークドライブの指定先は、取得したメタ情報のURIと異なるため、ステップS404ではNOに遷移する。ステップS406では、同じフルパスになる「¥¥project¥2016¥」を有する「H:¥」ドライブがあるため、YESへと遷移する。図4のフローチャートの説明に戻る。
ステップS406において、取得したメタ情報が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報のフルパス名612と一致している場合は、ステップS407へと処理を遷移し、メタ情報とネットワークドライブ情報のフルパス名とが一致していない場合はステップS408へと処理を遷移する。
ステップS407へと処理を移行すると、クライアント端末101のCPU201は、ショートカットファイルのショートカット先のネットワークドライブをフルパス名が一致するネットワークドライブに変え、この発明の処理を終えて、次のファイル操作処理(読込や書込、修正、削除などの不図示処理)を実行する。
一方、ステップS408へと処理を遷移すると、クライアント端末101のCPU201は、ステップS402で取得したメタ情報が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報のフルパス名612と前方一致するネットワークドライブがあるかどうかの判断を行う。前方一致するネットワークドライブ情報がある場合は、次にステップS409へと処理を遷移し、ステップS409において、クライアント端末101のCPU201は、ステップS402で取得したメタ情報が、前方一致するネットワークドライブ情報のフルパス名より長いかどうかを判断する。図6と図5を参照して、ステップS408、S409の条件分岐を説明する。
受け取り側のクライアント端末101のネットワーク情報が図6の600の情報を有している場合に、図5の502に該当するネットワークドライブ「F:¥」のファイルがショートカット先のファイルとして指定されている場合を考える。「F:¥presentation.ppt」ファイルをショートカット先のファイルとして指定されているショートカットファイル「presentation.ppt.lnk」のショートカット先は、取得したメタ情報501行から、「¥¥n003s01¥bin¥bat¥presentation.ppt」となる。この「F:¥」ドライブは、クライアント端末101では指定されていないが、取得したメタ情報のURIと前方一致するフルパス(¥¥n003s01¥bin)を有するネットワークドライブ「G:¥」を有する。また、前方一致するフルパス名は、取得したメタ情報より短いため、ステップS409でYESに遷移する。図4のフローチャートの説明に戻る。
ステップS408,S409において、取得したメタ情報が、ステップS403で取得したネットワークドライブ情報のフルパス名612と前方一致するネットワークドライブがあり、かつ前方一致するネットワークドライブ情報のフルパス名より長い場合、ステップS410へと遷移し、そうでない場合はステップS411へと処理を遷移する。
ステップS410へと処理を遷移すると、クライアント端末101のCPU201は、ステップS408とS409で特定したネットワークドライブを使用して、同じパスを指定できるようにショートカットファイルを修正する。具体例を図5と図6のデータを参照して説明する。
たとえば、クライアント端末100において、上述した「presentation.ppt.lnk」のショートカット先を、「F:¥presentation.ppt」から、クライアント端末101で指定できるように、フルパスを加味してクライアント端末101の「G:¥」ドライブで指定するように修正する。「F:¥presentation.ppt」の場合、
「F:¥presentation.ppt」
↓
「¥¥n003s01¥bin¥bat¥presentation.ppt」
↓
「(¥¥n003s01¥bin¥)bat¥presentation.ppt」
↓
「G:¥bat¥presentation.ppt」
のように、クライアント端末100での「F:¥」ドライブ表示から、クライアント端末101での「G:¥」ドライブ表示にショートカット先のパス名を変更する。
「F:¥presentation.ppt」
↓
「¥¥n003s01¥bin¥bat¥presentation.ppt」
↓
「(¥¥n003s01¥bin¥)bat¥presentation.ppt」
↓
「G:¥bat¥presentation.ppt」
のように、クライアント端末100での「F:¥」ドライブ表示から、クライアント端末101での「G:¥」ドライブ表示にショートカット先のパス名を変更する。
一方、ステップS411へと処理を遷移すると、クライアント端末101のCPU201は、ネットワークドライブに割り振るドライブの空きがあるかどうかを判断する。空きがある場合にはステップS411へと遷移し、空きがない場合は、ステップS414へと処理を遷移する。ネットワークドライブとして割り振れる数は、アルファベットの数26文字しかないため、ハードディスクやUSBメモリなどの物理パーティションが数多い場合にネットワークドライブに割り振れない場合に、ステップS414へと処理を遷移する。
ネットワークドライブに割り振るドライブの空きがある場合には、ステップS412へと処理を遷移し、ステップS412において、クライアント端末101のCPU201は、新たにネットワークドライブを登録する。図6と図5を参照して、ステップS412の処理を説明する。
たとえば、クライアント端末100において、「H:¥dev.java」ファイルをショートカット先ファイルとして指定しているショートカットファイル「dev.java.lnk」のショートカット先は、クライアント端末101では、該当するネットワークドライブがないので、たとえば、新たに「I:¥」ドライブをメタ情報と同じ「¥¥development¥tools」に登録する。その後、ステップS413において、クライアント端末101のCPU201は、新たに登録されたパスを使用して、ショートカット先のファイルを指定する。上記の場合、ショートカット先のファイルを「I:¥dev.java」と指定する。
一方、ステップS414に処理を遷移すると、ステップS414において、クライアント端末101のCPU201は、メタ情報を取得し、次にステップS415において、ネットワークドライブを使用しないファイルのショートカットとする。図6と図5を参照して説明すると、たとえば、クライアント端末100において、「H:¥dev.java」ファイルをショートカット先ファイルとして指定しているおり、クライアント端末101にドライブの空きがない場合、ショートカット先のファイルはフルパス名「¥¥development¥tools¥dev.java」をショートカット先とする。
以上の処理により、ネットワークドライブがショートカット先として指定されたファイルを受け渡す際に、ネットワークドライブの枯渇をできる限り防ぐ効果を有する。
なお、本実施形態では、クライアント端末100が有する図5、図6のようなデータの構成で考えたが、データの構成およびその内容はこれに限定されるものではなく、用途や目的に応じて、様々な構成や内容で構成されることは言うまでもない。
以上、一実施形態について示したが、本発明は、例えば、システム、装置、方法、プログラムもしくは記録媒体等としての実施態様をとることが可能であり、具体的には、複数の機器から構成されるシステムに適用しても良いし、また、一つの機器からなる装置に適用しても良い。
なお、本実施形態中に示した各変形例を組み合わせた構成も全て本発明に含まれるものである。
なお、特に図示しないが、記録媒体に記憶されるプログラム群を管理する情報、例えばバージョン情報,作成者等も記憶され、かつ、プログラム読み出し側のOS等に依存する情報、例えばプログラムを識別表示するアイコン等も記憶される場合もある。
さらに、各種プログラムに従属するデータも上記ディレクトリに管理されている。また、インストールするプログラムやデータが圧縮されている場合に、解凍するプログラム等も記憶される場合もある。
本実施形態における図3または図4に示す機能が外部からインストールされるプログラムによって、ホストコンピュータにより遂行されていてもよい。そして、その場合、CD−ROMやフラッシュメモリやFD等の記録媒体により、あるいはネットワークを介して外部の記録媒体から、プログラムを含む情報群を出力装置に供給される場合でも本発明は適用されるものである。
以上のように、前述した実施形態の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードを記録した記録媒体を、システムあるいは装置に供給し、そのシステムあるいは装置のコンピュータ(またはCPUやMPU)が記録媒体に格納されたプログラムコードを読出し実行することによっても、本発明の目的が達成されることは言うまでもない。
この場合、記録媒体から読み出されたプログラムコード自体が本発明の新規な機能を実現することになり、そのプログラムコードを記憶した記録媒体は本発明を構成することになる。
プログラムコードを供給するための記録媒体としては、例えば、フレキシブルディスク,ハードディスク,光ディスク,光磁気ディスク,CD−ROM,CD−R,DVD−ROM,磁気テープ,不揮発性のメモリカード,ROM,EEPROM,シリコンディスク等を用いることができる。
また、コンピュータが読み出したプログラムコードを実行することにより、前述した実施形態の機能が実現されるだけでなく、そのプログラムコードの指示に基づき、コンピュータ上で稼働しているOS(オペレーティングシステム)等が実際の処理の一部または全部を行い、その処理によって前述した実施形態の機能が実現される場合も含まれることは言うまでもない。
さらに、記録媒体から読み出されたプログラムコードが、コンピュータに挿入された機能拡張ボードやコンピュータに接続された機能拡張ユニットに備わるメモリに書き込まれた後、そのプログラムコードの指示に基づき、その機能拡張ボードや機能拡張ユニットに備わるCPU等が実際の処理の一部または全部を行い、その処理によって前述した実施形態の機能が実現される場合も含まれることは言うまでもない。
また、本発明は、複数の機器から構成されるシステムに適用しても、1つの機器からなる装置に適用してもよい。また、本発明は、システムあるいは装置にプログラムを供給することによって達成される場合にも適応できることは言うまでもない。この場合、本発明を達成するためのソフトウェアによって表されるプログラムを格納した記録媒体を該システムあるいは装置に読み出すことによって、そのシステムあるいは装置が、本発明の効果を享受することが可能となる。
さらに、本発明を達成するためのソフトウェアによって表されるプログラムをネットワーク上のサーバ,データベース等から通信プログラムによりダウンロードして読み出すことによって、そのシステムあるいは装置が、本発明の効果を享受することが可能となる。
100 クライアント端末
110 ネットワーク
200 ファイルサーバ
110 ネットワーク
200 ファイルサーバ
Claims (5)
- ファイルへアクセスするための接続情報を生成する生成手段と、
ファイルサーバ上のフォルダに対して仮想ドライブを割り当てる仮想ドライブ割当手段と、
を有する情報処理装置において、
前記仮想ドライブ割当手段により割り当てられた仮想ドライブ上のファイルへアクセスするための接続情報に対応するファイルサーバ上のフォルダパス名を記憶する記憶手段と、
前記接続情報を生成する際に、割り当てられる仮想ドライブがない場合、前記接続情報となる仮想ドライブを生成する仮想ドライブ生成手段と
前記生成手段は、前記仮想ドライブ生成手段により生成された仮想ドライブへの接続情報を生成する
ことを特徴とする情報処理装置。 - 前記生成手段は、前記接続情報を生成する際に、割り当てられる仮想ドライブが前記記憶手段に記憶されたフォルダパス名と一致する場合、前記記憶手段に記憶された仮想ドライブを使用してファイルのアクセス先を指定することを特徴とする請求項1に記載の情報処理装置。
- 前記生成手段は、前記記憶手段に記憶されたフォルダパス名が同じ仮想ドライブを対応する接続情報として生成することを特徴とする、請求項1乃至2に記載の情報処理装置。
- ファイルへアクセスするための接続情報を生成する生成ステップと、
ファイルサーバ上のフォルダに対して仮想ドライブを割り当てる仮想ドライブ割当ステップと、
を有する情報処理装置における制御方法であって、
前記情報処理装置は、
前記仮想ドライブ割当ステップにより割り当てられた仮想ドライブ上のファイルへアクセスするための接続情報に対応するファイルサーバ上のフォルダパス名を記憶する記憶手段を有し、
前記制御方法は、
前記接続情報を生成する際に、割り当てられる仮想ドライブがない場合、前記接続情報となる仮想ドライブを生成する仮想ドライブ生成ステップと
前記生成ステップは、前記仮想ドライブ生成ステップにより生成された仮想ドライブへの接続情報を生成する
ことを特徴とする制御方法。 - 請求項1乃至3のいずれか1項に記載の情報処理装置として、コンピュータを機能させるためのプログラム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2015257243A JP2017120569A (ja) | 2015-12-28 | 2015-12-28 | 情報処理装置、制御方法、およびプログラム |
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Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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JP2020119309A (ja) * | 2019-01-24 | 2020-08-06 | 株式会社日本総合研究所 | ネットワークドライブ割当方法及び中央装置 |
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- 2015-12-28 JP JP2015257243A patent/JP2017120569A/ja active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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JP2020119309A (ja) * | 2019-01-24 | 2020-08-06 | 株式会社日本総合研究所 | ネットワークドライブ割当方法及び中央装置 |
JP7178912B2 (ja) | 2019-01-24 | 2022-11-28 | 株式会社日本総合研究所 | ネットワークドライブ割当方法及び中央装置 |
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