JP2719464B2 - ファイル管理システム - Google Patents
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
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- G—PHYSICS
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
- G06F11/1448—Management of the data involved in backup or backup restore
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/10—File systems; File servers
- G06F16/18—File system types
- G06F16/1805—Append-only file systems, e.g. using logs or journals to store data
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- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F2003/0697—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers device management, e.g. handlers, drivers, I/O schedulers
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- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99951—File or database maintenance
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- Data Mining & Analysis (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、デジタル・コンピュー
タにおけるデータ記憶装置に関し、特に追記型の（ＷＯ
ＲＭ = write once-read many）装置を用いるデータ記
憶装置に関する。
タにおけるデータ記憶装置に関し、特に追記型の（ＷＯ
ＲＭ = write once-read many）装置を用いるデータ記
憶装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータ・システムのために種々の
自動化されたバックアップ方式が開発されている。最近
では、バックアップされたファイルのコピーが追記型、
即ちＷＯＲＭ型の装置に記憶されるような自動化バック
アップ・システムが登場した。その名が示すように、Ｗ
ＯＲＭ装置にはデータを一回書くことができ、それに記
憶されたデータは何度も読むことができる。現在のＷＯ
ＲＭ装置は、莫大な量のデータへのランダム・アクセス
を与える光学装置である。光ディスクＷＯＲＭ装置の説
明は、「ＩＥＥＥコンピュータ（IEEE Computer）」の
１９８８年６月号p.11-p.22のジェイソン・ゲイト（Jas
on Gait）による「光ファイル・キャビネット----追記
型光ディスクのためのランダムアクセス・ファイル・シ
ステム（The Optical File Cabinet: A Random-Access
File System for Write-once Optical Disks）」にあ
る。光ディスクを利用したファイル・バックアップ・シ
ステムの例は、１９８８年６月２０〜２４日の「１９８
８夏期Usenix会議録（1988 Summer Usenix Conference
Proceedings）」p.61-p.72のアンドルー・ヒューム（An
drew Hume）による「ファイル・モーテル----ＵＮＩＸ
のための増加型バックアップ・システム（The File Mot
el - An Incremental Backup System for UNIX）」に見
ることができる。前記のバックアップ・ファイル・シス
テムが他の多くのものと共有する問題は、コンピュータ
・システムの利用者にとってバックアップ・ファイルの
コピーが現在システム上にあるファイルほどにはアクセ
スし易くないことである。アーカイブからバックアップ
・コピーを物理的に取り出してコンピュータ・システム
にロードしなければならない場合もあれば、前記の刊行
物に説明されているシステムのように、ファイルが物理
的に利用できても、ファイル・システムにわざわざマウ
ントしなければアクセスできないものもある。さらに、
バックアップ・ファイルを扱うために特別なツールを必
要とすることが多い。
自動化されたバックアップ方式が開発されている。最近
では、バックアップされたファイルのコピーが追記型、
即ちＷＯＲＭ型の装置に記憶されるような自動化バック
アップ・システムが登場した。その名が示すように、Ｗ
ＯＲＭ装置にはデータを一回書くことができ、それに記
憶されたデータは何度も読むことができる。現在のＷＯ
ＲＭ装置は、莫大な量のデータへのランダム・アクセス
を与える光学装置である。光ディスクＷＯＲＭ装置の説
明は、「ＩＥＥＥコンピュータ（IEEE Computer）」の
１９８８年６月号p.11-p.22のジェイソン・ゲイト（Jas
on Gait）による「光ファイル・キャビネット----追記
型光ディスクのためのランダムアクセス・ファイル・シ
ステム（The Optical File Cabinet: A Random-Access
File System for Write-once Optical Disks）」にあ
る。光ディスクを利用したファイル・バックアップ・シ
ステムの例は、１９８８年６月２０〜２４日の「１９８
８夏期Usenix会議録（1988 Summer Usenix Conference
Proceedings）」p.61-p.72のアンドルー・ヒューム（An
drew Hume）による「ファイル・モーテル----ＵＮＩＸ
のための増加型バックアップ・システム（The File Mot
el - An Incremental Backup System for UNIX）」に見
ることができる。前記のバックアップ・ファイル・シス
テムが他の多くのものと共有する問題は、コンピュータ
・システムの利用者にとってバックアップ・ファイルの
コピーが現在システム上にあるファイルほどにはアクセ
スし易くないことである。アーカイブからバックアップ
・コピーを物理的に取り出してコンピュータ・システム
にロードしなければならない場合もあれば、前記の刊行
物に説明されているシステムのように、ファイルが物理
的に利用できても、ファイル・システムにわざわざマウ
ントしなければアクセスできないものもある。さらに、
バックアップ・ファイルを扱うために特別なツールを必
要とすることが多い。
【０００３】勿論、ファイル・システムが消去できない
媒体に記録されていれば、人的ミス、犯意、または機器
の故障から守るためにバックアップする必要はなくな
る。こうして、技術によって、データをすべて光ＷＯＲ
Ｍシステムに格納するファイル・システムが開発され
た。このようなファイル・システムの１つが先に引用し
たゲイツ（Gait）の論文に説明されている。このような
ファイル・システムは、本質的に破壊されにくい一方、
問題が無いわけではない。第１に、ファイル・システム
全体が光ディスクに格納されているので、一時的なファ
イル、即ちプログラムの実行過程で生成・削除されるフ
ァイルの格納にディスクの多くのブロックが浪費され
る。第２に、光ＷＯＲＭ装置は依然として磁気ディスク
装置よりかなり遅いため、ファイル・システムの性能は
それなりに影響を受ける。速さの問題は、光ＷＯＲＭ装
置から読んだデータを、次の読出しのためにそのＷＯＲ
Ｍ装置からそれを取り出す必要がないように、キャッシ
ングすることにより軽減することができるが、ディスク
・ブロックが浪費される問題はキャッシングで解決する
ことができない。さらに、ゲイツのＷＯＲＭファイル・
システムには、それまでファイル・システムにあったほ
ぼ全部のデータが含まれるが、そのシステムの利用者に
とって重要な時にバックアップを作製するための用意が
含まれていないので、そのような重要な時と全く同じよ
うにファイル・システムを再構成する方法が与えられな
い。
媒体に記録されていれば、人的ミス、犯意、または機器
の故障から守るためにバックアップする必要はなくな
る。こうして、技術によって、データをすべて光ＷＯＲ
Ｍシステムに格納するファイル・システムが開発され
た。このようなファイル・システムの１つが先に引用し
たゲイツ（Gait）の論文に説明されている。このような
ファイル・システムは、本質的に破壊されにくい一方、
問題が無いわけではない。第１に、ファイル・システム
全体が光ディスクに格納されているので、一時的なファ
イル、即ちプログラムの実行過程で生成・削除されるフ
ァイルの格納にディスクの多くのブロックが浪費され
る。第２に、光ＷＯＲＭ装置は依然として磁気ディスク
装置よりかなり遅いため、ファイル・システムの性能は
それなりに影響を受ける。速さの問題は、光ＷＯＲＭ装
置から読んだデータを、次の読出しのためにそのＷＯＲ
Ｍ装置からそれを取り出す必要がないように、キャッシ
ングすることにより軽減することができるが、ディスク
・ブロックが浪費される問題はキャッシングで解決する
ことができない。さらに、ゲイツのＷＯＲＭファイル・
システムには、それまでファイル・システムにあったほ
ぼ全部のデータが含まれるが、そのシステムの利用者に
とって重要な時にバックアップを作製するための用意が
含まれていないので、そのような重要な時と全く同じよ
うにファイル・システムを再構成する方法が与えられな
い。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】必要であり、しかも請
求項１のような本発明によって与えられるものは、バッ
クアップを作るのに有意義な時間を利用者が選択するこ
とができ、かつその時に作られるバックアップが他のフ
ァイルと同様に利用できるようなファイル・システムで
ある。
求項１のような本発明によって与えられるものは、バッ
クアップを作るのに有意義な時間を利用者が選択するこ
とができ、かつその時に作られるバックアップが他のフ
ァイルと同様に利用できるようなファイル・システムで
ある。
【０００５】本発明に関する以下の詳細な説明において
は、最初に本発明のファイル・システムの論理的構造を
説明し、続いて本発明のファイル・システムの動作（以
上、「課題を解決するための手段」）、そして最後に追
記型の光ディスク装置および磁気ディスク装置を利用す
るファイル・システムの構築（「実施例」）を説明す
る。
は、最初に本発明のファイル・システムの論理的構造を
説明し、続いて本発明のファイル・システムの動作（以
上、「課題を解決するための手段」）、そして最後に追
記型の光ディスク装置および磁気ディスク装置を利用す
るファイル・システムの構築（「実施例」）を説明す
る。
【０００６】
【課題を解決するための手段】ファイル・システムの論
理構造：図１および２ ファイル・システムの論理構造の説明では、まず本発明
のファイル・システム全体の概要を与え、次に本発明に
おける構成要素となるファイル・システム（コンポーネ
ント・ファイル・システム）の概要を与える。
理構造：図１および２ ファイル・システムの論理構造の説明では、まず本発明
のファイル・システム全体の概要を与え、次に本発明に
おける構成要素となるファイル・システム（コンポーネ
ント・ファイル・システム）の概要を与える。
【０００７】ファイル・システムの概要：図１ 図１は、本発明のファイル・システム１０１の概念的概
略図である。ファイル・システム１０１に含まれる情報
は、すべて記憶要素（ＳＥ）１０５に格納される。各記
憶要素１０５は記憶要素アドレス（ＳＥＡ）１０７を持
ち、記憶要素アドレス１０７によって直接（ランダム）
アクセスすることができる。記憶要素１０５は、磁気ま
たは光ディスク装置、またはメモリなどのランダム・ア
クセス可能な装置上のブロックとして実現することがで
きる。記憶要素アドレス１０７（０）から記憶要素アド
レス１０７（ＭＡＸ）にわたる範囲の可能な記憶要素ア
ドレス１０７の総数によって、ファイル・アドレス空間
（ＦＡＳ）１０３が構成される。ファイル・アドレス空
間１０３の大きさは、原則として記憶要素アドレス１０
７の大きさのみによって制限されるが、実施例によって
は、記憶要素１０５が格納される物理的装置の大きさに
よって決定されることもある。
略図である。ファイル・システム１０１に含まれる情報
は、すべて記憶要素（ＳＥ）１０５に格納される。各記
憶要素１０５は記憶要素アドレス（ＳＥＡ）１０７を持
ち、記憶要素アドレス１０７によって直接（ランダム）
アクセスすることができる。記憶要素１０５は、磁気ま
たは光ディスク装置、またはメモリなどのランダム・ア
クセス可能な装置上のブロックとして実現することがで
きる。記憶要素アドレス１０７（０）から記憶要素アド
レス１０７（ＭＡＸ）にわたる範囲の可能な記憶要素ア
ドレス１０７の総数によって、ファイル・アドレス空間
（ＦＡＳ）１０３が構成される。ファイル・アドレス空
間１０３の大きさは、原則として記憶要素アドレス１０
７の大きさのみによって制限されるが、実施例によって
は、記憶要素１０５が格納される物理的装置の大きさに
よって決定されることもある。
【０００８】各記憶要素１０５は、３つのアドレス空
間、即ち読みだし専用アドレス空間１１７、読み書き可
能アドレス空間（Ｒ／Ｗ）１１５、または未使用アドレ
ス空間（未使用）１１３のうちの１つに属する。読出し
専用アドレス空間（ＲＯ）１１７に属する記憶要素１０
５は、ファイル・システム１０１の変更不能な構成要素
であり、読み出すことはできるが、書込みもファイル・
システム１０１からの削除もできない。読み書き可能ア
ドレス空間１１５に属する記憶要素１０５は、ファイル
・システム１０１の変更可能な構成要素であり、ファイ
ル・システム１０１への追加、ファイル・システム１０
１からの読出しおよび削除ができる。最後に、未使用ア
ドレス空間１１３に属する記憶要素１０５は、ファイル
・システム１０１の一部でもなく、それに追加するため
に直ちに使用することもできない。
間、即ち読みだし専用アドレス空間１１７、読み書き可
能アドレス空間（Ｒ／Ｗ）１１５、または未使用アドレ
ス空間（未使用）１１３のうちの１つに属する。読出し
専用アドレス空間（ＲＯ）１１７に属する記憶要素１０
５は、ファイル・システム１０１の変更不能な構成要素
であり、読み出すことはできるが、書込みもファイル・
システム１０１からの削除もできない。読み書き可能ア
ドレス空間１１５に属する記憶要素１０５は、ファイル
・システム１０１の変更可能な構成要素であり、ファイ
ル・システム１０１への追加、ファイル・システム１０
１からの読出しおよび削除ができる。最後に、未使用ア
ドレス空間１１３に属する記憶要素１０５は、ファイル
・システム１０１の一部でもなく、それに追加するため
に直ちに使用することもできない。
【０００９】ファイル・システム１０１の動作開始時に
は、記憶要素１０５はすべて未使用アドレス空間１１３
に属し；ファイル・システム１０１に記憶要素１０５が
必要な場合には、ファイル・システム１０１は、未使用
アドレス空間１１３から読み書き可能アドレス空間１１
５に記憶要素を移し；記憶要素１０５がファイル・シス
テム１０１の変更不能な構成要素となった場合、ファイ
ル・システム１０１は、読み書き可能アドレス空間１１
５から読出し専用アドレス空間１１７へと記憶要素を移
す。記憶要素１０５は、一度、読出し専用アドレス空間
１１７に存在すると、そこに残される。従って、ファイ
ル・システム１０１が運用されるとともに、未使用アド
レス空間１１３における記憶要素１０５の数は減少し、
読出し専用アドレス空間１１７におけるその数は増加す
る。未使用アドレス空間１１３に記憶要素１０５がもは
や無い場合、利用者は、自らが必要とするファイルをフ
ァイル・システム１０１から別のファイル・システムへ
とコピーしなければならない。しかし、ファイルのアド
レス空間１０３を大きくすることができるので、実用目
的には無尽蔵である。
は、記憶要素１０５はすべて未使用アドレス空間１１３
に属し；ファイル・システム１０１に記憶要素１０５が
必要な場合には、ファイル・システム１０１は、未使用
アドレス空間１１３から読み書き可能アドレス空間１１
５に記憶要素を移し；記憶要素１０５がファイル・シス
テム１０１の変更不能な構成要素となった場合、ファイ
ル・システム１０１は、読み書き可能アドレス空間１１
５から読出し専用アドレス空間１１７へと記憶要素を移
す。記憶要素１０５は、一度、読出し専用アドレス空間
１１７に存在すると、そこに残される。従って、ファイ
ル・システム１０１が運用されるとともに、未使用アド
レス空間１１３における記憶要素１０５の数は減少し、
読出し専用アドレス空間１１７におけるその数は増加す
る。未使用アドレス空間１１３に記憶要素１０５がもは
や無い場合、利用者は、自らが必要とするファイルをフ
ァイル・システム１０１から別のファイル・システムへ
とコピーしなければならない。しかし、ファイルのアド
レス空間１０３を大きくすることができるので、実用目
的には無尽蔵である。
【００１０】図１では簡単にするために、ファイル・ア
ドレス空間１０３においてアドレス空間が明確な境界に
よって区切られているかのように、示してある。そうな
っているのは未使用アドレス空間１１３だけである。記
憶要素アドレスＨＷＭ１０８（ｃ）によって、ファイル
・アドレス空間１０３における「最高水位線（high wat
er mark）」、即ち読み書き可能アドレス空間１１５ま
たは読出し専用アドレス空間１１７の何れにも属さない
最初の記憶要素のアドレスが示される。ＨＷＭ１０８
（ｃ）またはこれより大きいアドレスを有する記憶要素
は、すべて未使用アドレス空間１１３に属する。しか
し、ＨＷＭ１０８（ｃ）に満たないアドレスを有する記
憶要素は、いずれも読み書き可能アドレス空間１１５ま
たは読出し専用アドレス空間１１７の何れかに属する。
ドレス空間１０３においてアドレス空間が明確な境界に
よって区切られているかのように、示してある。そうな
っているのは未使用アドレス空間１１３だけである。記
憶要素アドレスＨＷＭ１０８（ｃ）によって、ファイル
・アドレス空間１０３における「最高水位線（high wat
er mark）」、即ち読み書き可能アドレス空間１１５ま
たは読出し専用アドレス空間１１７の何れにも属さない
最初の記憶要素のアドレスが示される。ＨＷＭ１０８
（ｃ）またはこれより大きいアドレスを有する記憶要素
は、すべて未使用アドレス空間１１３に属する。しか
し、ＨＷＭ１０８（ｃ）に満たないアドレスを有する記
憶要素は、いずれも読み書き可能アドレス空間１１５ま
たは読出し専用アドレス空間１１７の何れかに属する。
【００１１】ファイル・アドレス空間１０３には、２種
類のコンポーネント・ファイル・システム（構成要素で
あるファイル・システム）、即ち主ファイル・システム
１１１およびいくつかのダンプ・ファイル・システム１
０９が含まれる。主ファイル・システム１１１は、標準
的なファイル・システムのように作用する。従って、通
常のファイル操作は、すべて主ファイル・システム１１
１におけるファイルを基に行うことができる。存在する
ファイルであれば、読み、書き、削除ができ、新たなフ
ァイルを生成することもできる。それに対して、ダンプ
・ファイル・システム１０９におけるファイルは、読め
るだけである。これらの性質から明らかなように、主フ
ァイル・システム１１１は、読み書き可能アドレス空間
１１５または読出し専用アドレス空間１１７に属する記
憶要素１０５を有する一方、ダンプ・ファイル・システ
ム１０９の記憶要素１０５は、すべて読出し専用アドレ
ス空間１１７に属する。図１において各ダンプ・ファイ
ル・システム１０９の最上部に現れる線は、そのダンプ
・ファイル・システム１０９が生成されたときのＨＷＭ
１０８（ｃ）の値を表す。従って、この線は、ダンプ・
ファイル・システム１０９の番号で表示が付けられてい
る。多数のダンプ・ファイル・システム１０９が、ＨＷ
Ｍ１０８に対する同じ値を持つことができる。所与のコ
ンポーネント・ファイル・システムに属する記憶要素１
０５は、そのファイル・システムに対するＨＷＭ１０８
より下のファイル・アドレス空間１０３であれば何れの
位置にあっても良く、また記憶要素１０５は、１つ以上
のコンポーネント・ファイル・システムによって共有さ
れることもある。
類のコンポーネント・ファイル・システム（構成要素で
あるファイル・システム）、即ち主ファイル・システム
１１１およびいくつかのダンプ・ファイル・システム１
０９が含まれる。主ファイル・システム１１１は、標準
的なファイル・システムのように作用する。従って、通
常のファイル操作は、すべて主ファイル・システム１１
１におけるファイルを基に行うことができる。存在する
ファイルであれば、読み、書き、削除ができ、新たなフ
ァイルを生成することもできる。それに対して、ダンプ
・ファイル・システム１０９におけるファイルは、読め
るだけである。これらの性質から明らかなように、主フ
ァイル・システム１１１は、読み書き可能アドレス空間
１１５または読出し専用アドレス空間１１７に属する記
憶要素１０５を有する一方、ダンプ・ファイル・システ
ム１０９の記憶要素１０５は、すべて読出し専用アドレ
ス空間１１７に属する。図１において各ダンプ・ファイ
ル・システム１０９の最上部に現れる線は、そのダンプ
・ファイル・システム１０９が生成されたときのＨＷＭ
１０８（ｃ）の値を表す。従って、この線は、ダンプ・
ファイル・システム１０９の番号で表示が付けられてい
る。多数のダンプ・ファイル・システム１０９が、ＨＷ
Ｍ１０８に対する同じ値を持つことができる。所与のコ
ンポーネント・ファイル・システムに属する記憶要素１
０５は、そのファイル・システムに対するＨＷＭ１０８
より下のファイル・アドレス空間１０３であれば何れの
位置にあっても良く、また記憶要素１０５は、１つ以上
のコンポーネント・ファイル・システムによって共有さ
れることもある。
【００１２】ダンプ・ファイル・システム１０９は、主
ファイル・システム１１１にダンプ操作を行うことによ
って生成される。ダンプ操作には、ダンプ操作の時に主
ファイル・システム１１１の一部である読み書き可能ア
ドレス空間１１５にある記憶要素１０５を読出し専用ア
ドレス空間１１７に追加するという論理的効果がある。
ファイル・システム１０１におけるダンプ操作は、アト
ミック性がある、即ちダンプ操作中は主ファイル・シス
テム１１１のファイルにおいて一切変更を行うことはで
きない。従って、ダンプ操作により、それが行われたと
きの主ファイル・システム１１１の状態は保存される。
ダンプ操作の行われ方の結果として、ダンプ・ファイル
・システム１０９は、読出し専用アドレス空間１１７に
おいて、ダンプ・ファイル・システム１０９を生成した
ダンプ操作が行われた時刻によって順序付けられ、最も
早いダンプ操作から生成されたダンプ・ファイル・シス
テム１０９は読出し専用アドレス空間１１７の最低のＨ
ＷＭ１０８を有し、最も最近のダンプ操作から生成され
たダンプ・ファイル・システム１０９は最高のＨＷＭを
有する。このように、ダンプ・ファイル・システム１０
９は、主ファイル・システム１１１の過去の状態の「ス
ナップショット（一瞬の状態を捉えたもの）」の順序集
合である。
ファイル・システム１１１にダンプ操作を行うことによ
って生成される。ダンプ操作には、ダンプ操作の時に主
ファイル・システム１１１の一部である読み書き可能ア
ドレス空間１１５にある記憶要素１０５を読出し専用ア
ドレス空間１１７に追加するという論理的効果がある。
ファイル・システム１０１におけるダンプ操作は、アト
ミック性がある、即ちダンプ操作中は主ファイル・シス
テム１１１のファイルにおいて一切変更を行うことはで
きない。従って、ダンプ操作により、それが行われたと
きの主ファイル・システム１１１の状態は保存される。
ダンプ操作の行われ方の結果として、ダンプ・ファイル
・システム１０９は、読出し専用アドレス空間１１７に
おいて、ダンプ・ファイル・システム１０９を生成した
ダンプ操作が行われた時刻によって順序付けられ、最も
早いダンプ操作から生成されたダンプ・ファイル・シス
テム１０９は読出し専用アドレス空間１１７の最低のＨ
ＷＭ１０８を有し、最も最近のダンプ操作から生成され
たダンプ・ファイル・システム１０９は最高のＨＷＭを
有する。このように、ダンプ・ファイル・システム１０
９は、主ファイル・システム１１１の過去の状態の「ス
ナップショット（一瞬の状態を捉えたもの）」の順序集
合である。
【００１３】各コンポーネント・ファイル・システム
は、樹状に編成されている。即ち、コンポーネント・フ
ァイル・システムにおけるファイルに対する記憶要素１
０５は、すべてコンポーネント・ファイル・システムの
ルート（ＲＯＯＴ）１２１からアクセスすることができ
る。既に指摘したように、主ファイル・システム１１１
の記憶要素１０５は、読み書き可能アドレス空間１１５
または読出し専用アドレス空間１１７の何れかに属す
る。読み書き可能アドレス空間１１５に属する記憶要素
１０５は、新しい内容を持つ記憶要素、即ち主ファイル
・システム１１１のうち最後のダンプ操作以後に変更さ
れた部分が入っている記憶要素１０５である。読出し専
用アドレス空間１１７に属する記憶要素１０５は、古い
内容を持つもの、即ち最後のダンプ操作以降は変更され
ていないファイル・システムの部分が記憶されている記
憶要素１０５である。
は、樹状に編成されている。即ち、コンポーネント・フ
ァイル・システムにおけるファイルに対する記憶要素１
０５は、すべてコンポーネント・ファイル・システムの
ルート（ＲＯＯＴ）１２１からアクセスすることができ
る。既に指摘したように、主ファイル・システム１１１
の記憶要素１０５は、読み書き可能アドレス空間１１５
または読出し専用アドレス空間１１７の何れかに属す
る。読み書き可能アドレス空間１１５に属する記憶要素
１０５は、新しい内容を持つ記憶要素、即ち主ファイル
・システム１１１のうち最後のダンプ操作以後に変更さ
れた部分が入っている記憶要素１０５である。読出し専
用アドレス空間１１７に属する記憶要素１０５は、古い
内容を持つもの、即ち最後のダンプ操作以降は変更され
ていないファイル・システムの部分が記憶されている記
憶要素１０５である。
【００１４】前記の説明およびダンプ・ファイル・シス
テム１０９が生成される方法から明らかなとおり、ダン
プ・ファイル・システム１０９が生成されたときに新し
い内容を持っていた主ファイル・システム１１１の記憶
要素１０５は、そのダンプ操作が実行されたときに行わ
れた読出し専用アドレス空間１１７への追加の分であ
り、ダンプ・ファイル・システム１０９が生成されたと
きに古い内容を持っていた主ファイル・システム１１１
の記憶要素１０５は、そのダンプ操作の前に存在してい
た読出し専用アドレス空間１１７に属し、それ以前のコ
ンポーネント・ファイル・システムと共有される。この
事実は、図１において、各コンポーネント・ファイル・
システムにおける共有要素ポインタ（ＳＥＰ）１２９に
よって示した。これらのポインタによって指し示された
記憶要素１０５は、少なくとも１つの他の古いコンポー
ネント・ファイル・システムと共有されている。主ファ
イル・システム１１１の場合、そのような記憶要素１０
５は、最後のダンプ操作以降にその内容が変更されたこ
とのないものであり；所与のダンプ・ファイル・システ
ム１０９の場合、共有要素ポインタ１２９によって、前
のダンプ・ファイル・システム１０９を生成したダンプ
操作と所与のダンプ・ファイル・システム１０９を生成
したダンプ操作との間に変更されなかった記憶要素１０
５が指し示される。さらに明らかなように、読出し専用
アドレス空間１１７における所与の記憶要素１０５は、
その記憶要素１０５が主ファイル・システム１１１に統
合された後の最初のダンプ操作から出来たダンプ・ファ
イル・システム１０９から、主ファイル・システム１１
１におけるファイル操作の過程で当該記憶要素１０５の
内容が変更される直前のダンプ操作によって生成された
ダンプ・ファイル・システム１０９（がある場合、その
ダンプ・ファイル・システム１０９）に至る１つ１つの
コンポーネント・ファイル・システムの一部である。
テム１０９が生成される方法から明らかなとおり、ダン
プ・ファイル・システム１０９が生成されたときに新し
い内容を持っていた主ファイル・システム１１１の記憶
要素１０５は、そのダンプ操作が実行されたときに行わ
れた読出し専用アドレス空間１１７への追加の分であ
り、ダンプ・ファイル・システム１０９が生成されたと
きに古い内容を持っていた主ファイル・システム１１１
の記憶要素１０５は、そのダンプ操作の前に存在してい
た読出し専用アドレス空間１１７に属し、それ以前のコ
ンポーネント・ファイル・システムと共有される。この
事実は、図１において、各コンポーネント・ファイル・
システムにおける共有要素ポインタ（ＳＥＰ）１２９に
よって示した。これらのポインタによって指し示された
記憶要素１０５は、少なくとも１つの他の古いコンポー
ネント・ファイル・システムと共有されている。主ファ
イル・システム１１１の場合、そのような記憶要素１０
５は、最後のダンプ操作以降にその内容が変更されたこ
とのないものであり；所与のダンプ・ファイル・システ
ム１０９の場合、共有要素ポインタ１２９によって、前
のダンプ・ファイル・システム１０９を生成したダンプ
操作と所与のダンプ・ファイル・システム１０９を生成
したダンプ操作との間に変更されなかった記憶要素１０
５が指し示される。さらに明らかなように、読出し専用
アドレス空間１１７における所与の記憶要素１０５は、
その記憶要素１０５が主ファイル・システム１１１に統
合された後の最初のダンプ操作から出来たダンプ・ファ
イル・システム１０９から、主ファイル・システム１１
１におけるファイル操作の過程で当該記憶要素１０５の
内容が変更される直前のダンプ操作によって生成された
ダンプ・ファイル・システム１０９（がある場合、その
ダンプ・ファイル・システム１０９）に至る１つ１つの
コンポーネント・ファイル・システムの一部である。
【００１５】各ルート１２１は、ルート１２１が収容さ
れている記憶要素１０５を指し示すルート・ポインタ
（ＲＰ）１２７によって、各コンポーネント・ファイル
・システムにおける位置情報（ＬＩ）ブロック１１９か
らアクセスすることができる。さらに、各位置情報ブロ
ック１１９には、その位置情報ブロック１１９が属する
コンポーネント・ファイル・システムより前の各コンポ
ーネント・ファイル・システムにあるルート１２１に対
するダンプ・ポインタ（ＤＰＳ）１２５、および当該位
置情報ブロック１１９が属するコンポーネント・ファイ
ル・システムに続くコンポーネント・ファイル・システ
ムにおける位置情報ブロック１１９に対するネクスト・
ポインタ（ＮＰ）１２３が含まれる。最後に、最初のダ
ンプ・ファイル・システム１０９（１）に対する位置情
報ブロック１１９は、ファイル・アドレス空間１０３に
おける所定のアドレスにある。このように、ファイル・
システム１０１におけるすべてのファイルは、主ファイ
ル・システム１１１の位置情報ブロック１１９（ｃ）か
ら直接的に、または位置情報ブロック１１９（１）から
間接的に、位置を特定することができる。位置情報ブロ
ック１１９（１）で始まる位置情報ブロックの連鎖は、
読み書き可能アドレス空間１１５が実現されている物理
装置が故障の場合、位置情報ブロック１１９（ｃ）を再
構築するために使用される。位置情報ブロック１１９
（ｃ）は、事実にはファイル・システム１０１における
すべてのファイルに対するルートとして働くので、ファ
イル・システム１０１の利用者は、主ファイル・システ
ム１１１においてファイルの位置を確認し読む場合と全
く同じように、ダンプ・ファイル・システム１０９にお
いてファイルの位置を確認し読むことができる。例え
ば、利用者側からみれば、主ファイル・システム１１１
におけるあるファイルのあるバージョンをダンプ・ファ
イル・システム１０９におけるそのファイルのあるバー
ジョンと比較することは、主ファイル・システム１１１
の異なるディレクトリの２つのバージョンを比較するこ
とと全く変わりがない。
れている記憶要素１０５を指し示すルート・ポインタ
（ＲＰ）１２７によって、各コンポーネント・ファイル
・システムにおける位置情報（ＬＩ）ブロック１１９か
らアクセスすることができる。さらに、各位置情報ブロ
ック１１９には、その位置情報ブロック１１９が属する
コンポーネント・ファイル・システムより前の各コンポ
ーネント・ファイル・システムにあるルート１２１に対
するダンプ・ポインタ（ＤＰＳ）１２５、および当該位
置情報ブロック１１９が属するコンポーネント・ファイ
ル・システムに続くコンポーネント・ファイル・システ
ムにおける位置情報ブロック１１９に対するネクスト・
ポインタ（ＮＰ）１２３が含まれる。最後に、最初のダ
ンプ・ファイル・システム１０９（１）に対する位置情
報ブロック１１９は、ファイル・アドレス空間１０３に
おける所定のアドレスにある。このように、ファイル・
システム１０１におけるすべてのファイルは、主ファイ
ル・システム１１１の位置情報ブロック１１９（ｃ）か
ら直接的に、または位置情報ブロック１１９（１）から
間接的に、位置を特定することができる。位置情報ブロ
ック１１９（１）で始まる位置情報ブロックの連鎖は、
読み書き可能アドレス空間１１５が実現されている物理
装置が故障の場合、位置情報ブロック１１９（ｃ）を再
構築するために使用される。位置情報ブロック１１９
（ｃ）は、事実にはファイル・システム１０１における
すべてのファイルに対するルートとして働くので、ファ
イル・システム１０１の利用者は、主ファイル・システ
ム１１１においてファイルの位置を確認し読む場合と全
く同じように、ダンプ・ファイル・システム１０９にお
いてファイルの位置を確認し読むことができる。例え
ば、利用者側からみれば、主ファイル・システム１１１
におけるあるファイルのあるバージョンをダンプ・ファ
イル・システム１０９におけるそのファイルのあるバー
ジョンと比較することは、主ファイル・システム１１１
の異なるディレクトリの２つのバージョンを比較するこ
とと全く変わりがない。
【００１６】コンポーネント・ファイル・システムの詳
細な構造：図２ 図２は、ファイル・システム１０１におけるコンポーネ
ント・ファイル・システムの構造の線図である。ファイ
ルに含まれている情報およびファイルをファイル・シス
テムに編成するために必要な情報は、すべて記憶要素１
０５に記憶される。コンポーネント・ファイル・システ
ムはすべて同じような構造を有する。しかし、ダンプ・
ファイル・システム１０９では、ファイル・システムに
おける記憶要素１０５は、すべて読出し専用アドレス空
間１１７に属するが、一方、主ファイル・システム１１
１では、読出し専用アドレス空間１１７に属する記憶要
素１０５もあれば、読み書き可能アドレス空間１１５に
属する記憶要素１０５もある。
細な構造：図２ 図２は、ファイル・システム１０１におけるコンポーネ
ント・ファイル・システムの構造の線図である。ファイ
ルに含まれている情報およびファイルをファイル・シス
テムに編成するために必要な情報は、すべて記憶要素１
０５に記憶される。コンポーネント・ファイル・システ
ムはすべて同じような構造を有する。しかし、ダンプ・
ファイル・システム１０９では、ファイル・システムに
おける記憶要素１０５は、すべて読出し専用アドレス空
間１１７に属するが、一方、主ファイル・システム１１
１では、読出し専用アドレス空間１１７に属する記憶要
素１０５もあれば、読み書き可能アドレス空間１１５に
属する記憶要素１０５もある。
【００１７】コンポーネント・ファイル・システムにお
けるファイルは、階層的である。各ファイルは１つのデ
ィレクトリに属し、ディレクトリは、ファイルまたはそ
の他のディレクトリを収容することができる。この階層
構造は、１つのルート・ノード（根元の節）を有する木
の形をしている。ディレクトリは、この木構造の内部の
ノードであり、ファイルは、葉のノードである。実施例
においては、ルートから各ファイルまでは木構造を通る
唯一のパス（経路）がある、即ちファイルまたはディレ
クトリは、２つ以上のディレクトリに属することは決し
てない。
けるファイルは、階層的である。各ファイルは１つのデ
ィレクトリに属し、ディレクトリは、ファイルまたはそ
の他のディレクトリを収容することができる。この階層
構造は、１つのルート・ノード（根元の節）を有する木
の形をしている。ディレクトリは、この木構造の内部の
ノードであり、ファイルは、葉のノードである。実施例
においては、ルートから各ファイルまでは木構造を通る
唯一のパス（経路）がある、即ちファイルまたはディレ
クトリは、２つ以上のディレクトリに属することは決し
てない。
【００１８】図２に示したように、コンポーネント・フ
ァイル・システム２０１は、２つの主要な部分、即ち位
置情報１１９およびファイル木構造２０２を有する。ま
ずファイル木構造２０２であるが、木構造２０２は、デ
ィレクトリを表すディレクトリ・ブロック（ＤＢ）２１
９、およびファイルのデータが入るデータ・ブロック
（ＤＡＴＡ）２２５という２種類の要素を有する。ディ
レクトリ・ブロック２１９には、２種類のエントリが入
る、即ち、そのディレクトリに属するファイルを表すフ
ァイル・エントリ（ＦＥ）２２１、およびそのディレク
トリに属するディレクトリを表すディレクトリ・エント
リ（ＤＥ）２２３である。そのディレクトリに属するフ
ァイルおよびディレクトリのそれぞれに対し１つずつフ
ァイル・エントリ２２１およびディレクトリ・エントリ
２２３がある。ファイル・エントリ２２１には、ファイ
ルのデータが入るデータ・ブロック２２５へのデータ・
ポインタ２２９が入り；ディレクトリ・エントリ２２３
には、そのディレクトリ・エントリによって表されるデ
ィレクトリに対するディレクトリ・ブロック２１９への
ディレクトリ・ポインタ２３１が入る。以下においてさ
らに詳細に説明するように、データ・ブロック２２５お
よびディレクトリ・ブロック２１９は、他のさらに古い
コンポーネント・ファイル・システムと共有される場合
があり；そのような場合、そのようなデータ・ブロック
へのデータ・ポインタ２２９およびそのようなディレク
トリへのディレクトリ・ポインタ２３１は、共有要素ポ
インタ（ＳＥＰ）１２９である。
ァイル・システム２０１は、２つの主要な部分、即ち位
置情報１１９およびファイル木構造２０２を有する。ま
ずファイル木構造２０２であるが、木構造２０２は、デ
ィレクトリを表すディレクトリ・ブロック（ＤＢ）２１
９、およびファイルのデータが入るデータ・ブロック
（ＤＡＴＡ）２２５という２種類の要素を有する。ディ
レクトリ・ブロック２１９には、２種類のエントリが入
る、即ち、そのディレクトリに属するファイルを表すフ
ァイル・エントリ（ＦＥ）２２１、およびそのディレク
トリに属するディレクトリを表すディレクトリ・エント
リ（ＤＥ）２２３である。そのディレクトリに属するフ
ァイルおよびディレクトリのそれぞれに対し１つずつフ
ァイル・エントリ２２１およびディレクトリ・エントリ
２２３がある。ファイル・エントリ２２１には、ファイ
ルのデータが入るデータ・ブロック２２５へのデータ・
ポインタ２２９が入り；ディレクトリ・エントリ２２３
には、そのディレクトリ・エントリによって表されるデ
ィレクトリに対するディレクトリ・ブロック２１９への
ディレクトリ・ポインタ２３１が入る。以下においてさ
らに詳細に説明するように、データ・ブロック２２５お
よびディレクトリ・ブロック２１９は、他のさらに古い
コンポーネント・ファイル・システムと共有される場合
があり；そのような場合、そのようなデータ・ブロック
へのデータ・ポインタ２２９およびそのようなディレク
トリへのディレクトリ・ポインタ２３１は、共有要素ポ
インタ（ＳＥＰ）１２９である。
【００１９】好ましい実施例では、位置情報１１９には
３つの要素---スーパーブロック（ＳＢ）２０３、ダン
プ・リスト（ＤＬ）２１１、およびフリー・リスト（Ｆ
ＲＬ）２０７---がある。スーパーブロック２０３は、
コンポーネント・ファイル・システムの他の部分の位置
を特定するのに用いるポインタを幾つか含み、前のコン
ポーネント・ファイル・システムに属するネクスト・ポ
インタ１２３によって指し示され、さらにそれ自体が、
次のコンポーネント・ファイル・システムに対するスー
パーブロック２０３へのネクスト・ポインタ１２３を含
んでいる。主ファイル・システム１１１に対するスーパ
ーブロック２０３の場合、スーパーブロックにＨＷＭ１
０８（ｃ）が含まれる。これらの内容は、スーパーブロ
ック２０３において次のように決められる：即ち、ＨＷ
Ｍ１０８には、主ファイル・システム１１１におけるＨ
ＷＭ１０８（ｃ）およびダンプ・ファイル・システム１
０９におけるダンプ操作が行われたときのＨＷＭ１０８
（ｃ）の値が入る。ＮＰ１２３にはダンプ・ファイル・
システム１０９におけるネクスト・ポインタ１２３が入
り：ＲＰ１２７はコンポーネント・ファイル・システム
に対するルート１２１へのポインタであり：ＤＬＰ２０
６はダンプ・リスト２１１へのポインタであり：ＦＲＬ
Ｐ２０５はフリー・リスト２０７へのポインタである。
３つの要素---スーパーブロック（ＳＢ）２０３、ダン
プ・リスト（ＤＬ）２１１、およびフリー・リスト（Ｆ
ＲＬ）２０７---がある。スーパーブロック２０３は、
コンポーネント・ファイル・システムの他の部分の位置
を特定するのに用いるポインタを幾つか含み、前のコン
ポーネント・ファイル・システムに属するネクスト・ポ
インタ１２３によって指し示され、さらにそれ自体が、
次のコンポーネント・ファイル・システムに対するスー
パーブロック２０３へのネクスト・ポインタ１２３を含
んでいる。主ファイル・システム１１１に対するスーパ
ーブロック２０３の場合、スーパーブロックにＨＷＭ１
０８（ｃ）が含まれる。これらの内容は、スーパーブロ
ック２０３において次のように決められる：即ち、ＨＷ
Ｍ１０８には、主ファイル・システム１１１におけるＨ
ＷＭ１０８（ｃ）およびダンプ・ファイル・システム１
０９におけるダンプ操作が行われたときのＨＷＭ１０８
（ｃ）の値が入る。ＮＰ１２３にはダンプ・ファイル・
システム１０９におけるネクスト・ポインタ１２３が入
り：ＲＰ１２７はコンポーネント・ファイル・システム
に対するルート１２１へのポインタであり：ＤＬＰ２０
６はダンプ・リスト２１１へのポインタであり：ＦＲＬ
Ｐ２０５はフリー・リスト２０７へのポインタである。
【００２０】ダンプ・リスト２１１には、そのダンプ・
リスト２１１が属するコンポーネント・ファイル・シス
テムの前のダンプ・ファイル・システム１０９のすべて
のリストが含まれる。ダンプ・リスト２１１における各
エントリ（ＤＬＥ）２１３は、２つの部分---ダンプ識
別子２１５およびダンプ・ポインタ２１７ーーーを有す
る。ダンプ識別子２１５は、ダンプ・リスト・エントリ
２１３によって表されるダンプ・ファイル・システム１
０９を識別する固有の識別子である。好ましい実施例に
おいては、ダンプ識別子２１５により、ダンプ・ファイ
ル・システム１０９を生成したダンプ操作が実行された
日時が指定される。ダンプ・ポインタ２１７は、ダンプ
・リスト・エントリ２１３によって表されるダンプ・フ
ァイル・システム１０９に対するルート１２１へのポイ
ンタである。従って、まとめて考えると、ダンプ・リス
ト２１１におけるダンプ・ポインタにより、ダンプ・ポ
インタ（ＤＰＳ）１２５が形成される。
リスト２１１が属するコンポーネント・ファイル・シス
テムの前のダンプ・ファイル・システム１０９のすべて
のリストが含まれる。ダンプ・リスト２１１における各
エントリ（ＤＬＥ）２１３は、２つの部分---ダンプ識
別子２１５およびダンプ・ポインタ２１７ーーーを有す
る。ダンプ識別子２１５は、ダンプ・リスト・エントリ
２１３によって表されるダンプ・ファイル・システム１
０９を識別する固有の識別子である。好ましい実施例に
おいては、ダンプ識別子２１５により、ダンプ・ファイ
ル・システム１０９を生成したダンプ操作が実行された
日時が指定される。ダンプ・ポインタ２１７は、ダンプ
・リスト・エントリ２１３によって表されるダンプ・フ
ァイル・システム１０９に対するルート１２１へのポイ
ンタである。従って、まとめて考えると、ダンプ・リス
ト２１１におけるダンプ・ポインタにより、ダンプ・ポ
インタ（ＤＰＳ）１２５が形成される。
【００２１】最後に、フリー・リスト２０７は、もはや
未使用のアドレス空間１１３の一部ではないが、現在の
ところ主ファイル・システム１１１の一部でもない記憶
要素１０５のアドレス１０７のリストである。例えば、
最後のダンプ操作の後に主ファイル・システム１１１に
おいて新たなファイルが生成され、さらに次のダンプ操
作の前に削除された場合、記憶要素１０５のアドレス１
０７は削除されたファイルからフリー・リスト２０７に
置かれる。フリー・リスト２０７により、読み書き可能
アドレス空間１１５に属する記憶要素１０５の集合がダ
ンプ操作の間に変動しても、それに応じて未使用のアド
レス空間１１３が変動することがないので、フリー・リ
スト２０７は、本ファイル・システム１０１の重要な利
点である。
未使用のアドレス空間１１３の一部ではないが、現在の
ところ主ファイル・システム１１１の一部でもない記憶
要素１０５のアドレス１０７のリストである。例えば、
最後のダンプ操作の後に主ファイル・システム１１１に
おいて新たなファイルが生成され、さらに次のダンプ操
作の前に削除された場合、記憶要素１０５のアドレス１
０７は削除されたファイルからフリー・リスト２０７に
置かれる。フリー・リスト２０７により、読み書き可能
アドレス空間１１５に属する記憶要素１０５の集合がダ
ンプ操作の間に変動しても、それに応じて未使用のアド
レス空間１１３が変動することがないので、フリー・リ
スト２０７は、本ファイル・システム１０１の重要な利
点である。
【００２２】フリー・リスト２０７は、すべてのコンポ
ーネント・ファイル・システムの一部であるが、主ファ
イル・システム１１１に追加されるべき記憶要素１０５
の供給源である場合は、主ファイル・システム１１１に
おいてのみ意義があり、主ファイル・システム１１１の
破壊の後に主ファイル・システム１１１のフリー・リス
ト２０７を再構築するのに使用される場合には、最も最
近のダンプ・ファイル・システム１０９においてのみ意
義がある。自由な記憶要素１０５の主ファイル・システ
ム１１１への統合の結果として、主ファイル・システム
１１１におけるフリー・リスト２０７が空になると、フ
ァイル・システム１０１は、ＨＷＭ１０８（ｃ）の現在
の値をフリー・リスト２０７に追加し、さらにスーパブ
ロック２０３におけるＨＷＭ１０８をインクリメントす
ることにより、未使用アドレス空間１１３から新たな記
憶要素１０５を獲得する。
ーネント・ファイル・システムの一部であるが、主ファ
イル・システム１１１に追加されるべき記憶要素１０５
の供給源である場合は、主ファイル・システム１１１に
おいてのみ意義があり、主ファイル・システム１１１の
破壊の後に主ファイル・システム１１１のフリー・リス
ト２０７を再構築するのに使用される場合には、最も最
近のダンプ・ファイル・システム１０９においてのみ意
義がある。自由な記憶要素１０５の主ファイル・システ
ム１１１への統合の結果として、主ファイル・システム
１１１におけるフリー・リスト２０７が空になると、フ
ァイル・システム１０１は、ＨＷＭ１０８（ｃ）の現在
の値をフリー・リスト２０７に追加し、さらにスーパブ
ロック２０３におけるＨＷＭ１０８をインクリメントす
ることにより、未使用アドレス空間１１３から新たな記
憶要素１０５を獲得する。
【００２３】前述のように、主ファイル・システム１１
１を構成している記憶要素１０５は、読み書き可能アド
レス空間１１５または読出し専用アドレス空間１１７の
何れかに属する。さらに詳細には、位置情報１１９およ
びルート１２１の構成要素が収容される記憶要素１０５
は、フリー・リスト２０７上の記憶要素１０５がそうで
あるように、常に読み書き可能アドレス空間１１５に属
する。次のように木構造２０２の一部も読み書き可能ア
ドレス空間１１５にある：ファイルを変更する操作のた
めに現在開かれているファイルへのパスの一部であるデ
ィレクトリ・ブロック２１９は、読み書き可能アドレス
空間１１５にある記憶要素１０５に収容されている：最
後のダンプ操作以降に書き込まれたデータ・ブロック２
２５は、読み書き可能アドレス空間１１５にある記憶要
素１０５に収容されている。
１を構成している記憶要素１０５は、読み書き可能アド
レス空間１１５または読出し専用アドレス空間１１７の
何れかに属する。さらに詳細には、位置情報１１９およ
びルート１２１の構成要素が収容される記憶要素１０５
は、フリー・リスト２０７上の記憶要素１０５がそうで
あるように、常に読み書き可能アドレス空間１１５に属
する。次のように木構造２０２の一部も読み書き可能ア
ドレス空間１１５にある：ファイルを変更する操作のた
めに現在開かれているファイルへのパスの一部であるデ
ィレクトリ・ブロック２１９は、読み書き可能アドレス
空間１１５にある記憶要素１０５に収容されている：最
後のダンプ操作以降に書き込まれたデータ・ブロック２
２５は、読み書き可能アドレス空間１１５にある記憶要
素１０５に収容されている。
【００２４】新しい内容を収容している記憶要素１０５
がその内容を共有されている内容で置き換える方法を以
下において詳細に説明する。
がその内容を共有されている内容で置き換える方法を以
下において詳細に説明する。
【００２５】コンポーネント・ファイル・システム上で
の操作：図３ ファイル・システムにおける操作は２種類に分けること
ができる。即ち、ファイル・システムを変更するもの
と、そうでないものである。第２の種類の操作は、以下
において読出し操作と称するが、ファイル・システム１
０１の何れのコンポーネント・ファイル・システムにお
いても通常の要領で行うことができる。第１の種類の操
作は、以下において書込み操作と称するが、主ファイル
・システム１１１においてファイルおよびディレクトリ
に対してのみ行うことが許される。図３は、１つのファ
イルを入れた単なる例としての主ファイル・システム１
１１において、２つの書込み操作、即ちファイルのオー
プンおよびファイルの書込みが、どのように行われるか
を示す。図３の各ブロックには、そのブロックによって
表される構成要素（コンポーネント）の種類を示す括弧
付きの数、およびその構成要素を入れている記憶要素１
０５が属するアドレス空間の表示が入っている。従っ
て、ルート１２１は、ディレクトリ・ブロック２１９で
あり、読み書き可能アドレス空間１１５に属する。
の操作：図３ ファイル・システムにおける操作は２種類に分けること
ができる。即ち、ファイル・システムを変更するもの
と、そうでないものである。第２の種類の操作は、以下
において読出し操作と称するが、ファイル・システム１
０１の何れのコンポーネント・ファイル・システムにお
いても通常の要領で行うことができる。第１の種類の操
作は、以下において書込み操作と称するが、主ファイル
・システム１１１においてファイルおよびディレクトリ
に対してのみ行うことが許される。図３は、１つのファ
イルを入れた単なる例としての主ファイル・システム１
１１において、２つの書込み操作、即ちファイルのオー
プンおよびファイルの書込みが、どのように行われるか
を示す。図３の各ブロックには、そのブロックによって
表される構成要素（コンポーネント）の種類を示す括弧
付きの数、およびその構成要素を入れている記憶要素１
０５が属するアドレス空間の表示が入っている。従っ
て、ルート１２１は、ディレクトリ・ブロック２１９で
あり、読み書き可能アドレス空間１１５に属する。
【００２６】図３の３０１とラベルを付けた部分は、最
後のダンプ操作が行われてから前記の１つのファイルが
オープンされるまでの間のある時点における例の主ファ
イル・システム１１１を示す。ルート１２１のみが読み
書き可能アドレス空間１１５に属し：そのファイルが属
するディレクトリ３０３、およびそのファイルに対する
データ・ブロック３０５および３０７を含む残りの構成
要素は、読出し専用アドレス空間１１７に属する、即ち
ディレクトリ３０３およびデータ・ブロック３０５およ
び３０７は、直前のダンプ・ファイル・システム１０９
に対するルート１２１からポインタ３０２によって示さ
れるように、少なくとも、最後のダンプ操作によって作
られたダンプ・ファイル・システム１０９によって共有
されている。
後のダンプ操作が行われてから前記の１つのファイルが
オープンされるまでの間のある時点における例の主ファ
イル・システム１１１を示す。ルート１２１のみが読み
書き可能アドレス空間１１５に属し：そのファイルが属
するディレクトリ３０３、およびそのファイルに対する
データ・ブロック３０５および３０７を含む残りの構成
要素は、読出し専用アドレス空間１１７に属する、即ち
ディレクトリ３０３およびデータ・ブロック３０５およ
び３０７は、直前のダンプ・ファイル・システム１０９
に対するルート１２１からポインタ３０２によって示さ
れるように、少なくとも、最後のダンプ操作によって作
られたダンプ・ファイル・システム１０９によって共有
されている。
【００２７】次の３０９とラベルを付けた部分は、前記
の１つのファイルが書込みのためにオープンされてから
何らかのファイル書込み操作が行われるまでの間のある
時点における例としての主ファイル・システム１１１を
示す。そのファイルは、オープンされたので、読み書き
可能アドレス空間１１５にディレクトリ・ブロック２１
９を持っているはずである。このディレクトリ・ブロッ
ク２１９は、同図において番号３１１を有するが、フリ
ー・リスト２０７から記憶要素１０５を取り、ディレク
トリ・ブロック３０３の内容をディレクトリ・ブロック
３１１にコピーし、さらにディレクトリ・ブロック３０
３の代わりにディレクトリ・ブロック３１１を示すよう
にルート１２１にあるポインタ２３１を変更することに
より、作られる。データ・ブロック３０５および３０７
は、それらのデータ・ブロックを指し示すデータ・ポイ
ンタ２２９を表す３１２および３０４によって示したよ
うに、この時点でディレクトリ・ブロック３０３および
３１１の両方によって指し示されている。
の１つのファイルが書込みのためにオープンされてから
何らかのファイル書込み操作が行われるまでの間のある
時点における例としての主ファイル・システム１１１を
示す。そのファイルは、オープンされたので、読み書き
可能アドレス空間１１５にディレクトリ・ブロック２１
９を持っているはずである。このディレクトリ・ブロッ
ク２１９は、同図において番号３１１を有するが、フリ
ー・リスト２０７から記憶要素１０５を取り、ディレク
トリ・ブロック３０３の内容をディレクトリ・ブロック
３１１にコピーし、さらにディレクトリ・ブロック３０
３の代わりにディレクトリ・ブロック３１１を示すよう
にルート１２１にあるポインタ２３１を変更することに
より、作られる。データ・ブロック３０５および３０７
は、それらのデータ・ブロックを指し示すデータ・ポイ
ンタ２２９を表す３１２および３０４によって示したよ
うに、この時点でディレクトリ・ブロック３０３および
３１１の両方によって指し示されている。
【００２８】３１３とラベルを付けた最後の部分は、デ
ータ・ブロック３０７にもとから入っていたデータを変
更したファイル書込み操作の後の例としての主ファイル
・システム１１１を示す。変更されたデータは、新たな
データ・ブロック、ブロック３１５を必要とするが、こ
れは読み書き可能アドレス空間１１５に属する。ブロッ
ク３１５は、以前と同様にフリー・リスト２０７から取
られ、ディレクトリ・ブロック３１１にあるデータ・ポ
インタ２２９は、ブロック３１５がブロック３０７に取
って代わるように、再設定される。そして、変更された
データがブロック３１５に書き込まれる。この操作の終
了時において、ディレクトリ３１１にあるファイルに対
するファイル・エントリ２２１は、ポインタ３１７で示
したように、ブロック３０５および３１５を示し、一
方、ディレクトリ３０３にあるファイルに対するファイ
ル・エントリ２２１は、ポインタ３０４で示したよう
に、依然としてブロック３０５および３０７を示してい
る。このように、元のファイルは、ダンプ・ファイル・
システム１０９に保存され、変更されたファイルは、主
ファイル・システム１１１に保存される。
ータ・ブロック３０７にもとから入っていたデータを変
更したファイル書込み操作の後の例としての主ファイル
・システム１１１を示す。変更されたデータは、新たな
データ・ブロック、ブロック３１５を必要とするが、こ
れは読み書き可能アドレス空間１１５に属する。ブロッ
ク３１５は、以前と同様にフリー・リスト２０７から取
られ、ディレクトリ・ブロック３１１にあるデータ・ポ
インタ２２９は、ブロック３１５がブロック３０７に取
って代わるように、再設定される。そして、変更された
データがブロック３１５に書き込まれる。この操作の終
了時において、ディレクトリ３１１にあるファイルに対
するファイル・エントリ２２１は、ポインタ３１７で示
したように、ブロック３０５および３１５を示し、一
方、ディレクトリ３０３にあるファイルに対するファイ
ル・エントリ２２１は、ポインタ３０４で示したよう
に、依然としてブロック３０５および３０７を示してい
る。このように、元のファイルは、ダンプ・ファイル・
システム１０９に保存され、変更されたファイルは、主
ファイル・システム１１１に保存される。
【００２９】その他の標準的なファイル操作も、同様に
行われる。例えば、ファイルが生成されると、そのファ
イルに対する新たなファイル・エントリ２２１が、ディ
レクトリ・ブロック２１９に作られる：そのディレクト
リ・ブロック２２９が既に読み書き可能アドレス空間１
１５に属する場合には、単に、新たなファイル・エント
リがディレクトリ・ブロック２１９に追加されるだけで
ある：前記以外の場合、オープン操作に対して既に説明
したように、新たなディレクトリ・ブロック２１９が作
られ、新たなファイル・エントリ２２１が、その新たな
ディレクトリ・ブロックに追加される。ファイルの削除
操作の場合、削除予定のファイルのうち読み書き可能ア
ドレス空間１１５に属するデータ・ブロックのみが削除
できる：これは、削除されるデータ・ブロック２２５を
収容している記憶要素１０５のアドレスをフリー・リス
ト２０７に戻すことによって行われる。これと同時に、
そのファイルが属するディレクトリに対するディレクト
リ・ブロック２１９にあるファイル・エントリ２２１も
削除される。ディレクトリ・ブロック２１９にあるファ
イル・エントリ２２１およびディレクトリ・エントリ２
２３がすべて削除された場合、そのブロックの記憶要素
１０５もフリー・リスト２０７に戻される。削除の例に
よって示したように、ファイル・システム１０１に特有
の利点は、ダンプ操作の合間より短い期間だけ主ファイ
ル・システム１１１に影響を及ぼすような主ファイル・
システム１１１の変更は、読み書き可能アドレス空間１
１５において起こり、読出し専用アドレス空間１１７に
は記憶要素１０５を追加しないことである。
行われる。例えば、ファイルが生成されると、そのファ
イルに対する新たなファイル・エントリ２２１が、ディ
レクトリ・ブロック２１９に作られる：そのディレクト
リ・ブロック２２９が既に読み書き可能アドレス空間１
１５に属する場合には、単に、新たなファイル・エント
リがディレクトリ・ブロック２１９に追加されるだけで
ある：前記以外の場合、オープン操作に対して既に説明
したように、新たなディレクトリ・ブロック２１９が作
られ、新たなファイル・エントリ２２１が、その新たな
ディレクトリ・ブロックに追加される。ファイルの削除
操作の場合、削除予定のファイルのうち読み書き可能ア
ドレス空間１１５に属するデータ・ブロックのみが削除
できる：これは、削除されるデータ・ブロック２２５を
収容している記憶要素１０５のアドレスをフリー・リス
ト２０７に戻すことによって行われる。これと同時に、
そのファイルが属するディレクトリに対するディレクト
リ・ブロック２１９にあるファイル・エントリ２２１も
削除される。ディレクトリ・ブロック２１９にあるファ
イル・エントリ２２１およびディレクトリ・エントリ２
２３がすべて削除された場合、そのブロックの記憶要素
１０５もフリー・リスト２０７に戻される。削除の例に
よって示したように、ファイル・システム１０１に特有
の利点は、ダンプ操作の合間より短い期間だけ主ファイ
ル・システム１１１に影響を及ぼすような主ファイル・
システム１１１の変更は、読み書き可能アドレス空間１
１５において起こり、読出し専用アドレス空間１１７に
は記憶要素１０５を追加しないことである。
【００３０】ダンプ操作：図４ 広く言えば、ダンプ操作は、読み書き可能アドレス空間
１１５に属する主ファイル・システム１１１にある記憶
要素１０５を読み書き可能アドレス空間１１５から読出
し専用アドレス空間１１７へと移し、かつ読み書き可能
アドレス空間１１５において現在変更可能でなければな
らない主ファイル・システム１１１の部分を確立し直す
ことによって、ダンプ・ファイル・システム１０９を生
成する。好ましい実施例においては、ダンプ操作を行う
アルゴリズムは、次のとおりである：即ち、主ファイル
・システム１１１に対するスーパーブロック２０３にあ
るネクスト・ポインタ１２３をＨＷＭ１０８に設定し；
読み書き可能アドレス空間１１５に属し、かつフリー・
リスト２０７に無い主ファイル・システム１１１に対す
る記憶要素１０５をすべて読出し専用アドレス空間１１
７に追加し；次の内容を行うことによって、読み書き可
能アドレス空間１１５にある主ファイル・システム１１
１を確立し直す：即ち、主ファイル・システム１１１に
対する新たなスーパーブロック２０３を作るためにスー
パーブロック２０３の内容を記憶要素アドレス１０７と
してＨＷＭ１０８を有する記憶要素１０５にコピーし、
さらに新たなスーパーブロック２０３にあるＨＷＭ１０
８が次の記憶要素１０５を指し示すように、そのＨＷＮ
１０８をインクリメントし；フリー・リスト２０７から
記憶要素１０５を取り、位置情報１１９およびルート１
２１をその記憶要素１０５にコピーし；フリー・リスト
２０７から取られた記憶要素１０５にある位置情報１１
９およびルート１１９を指し示すように、新たなスーパ
ーブロック２０３にあるポインタを更新し；新たなダン
プ・ファイル・システム１０９に対するエントリをダン
プ・リスト２１１に追加し；さらに、このダンプ操作の
時にオープンされている主ファイル・システム１１１に
おける１つ１つのファイルに対し、新たな読み書き可能
アドレス空間１１５にあるルート１２１からそのファイ
ルに対するファイル・エントリ２２１を収容しているデ
ィレクトリ・ブロック２１９まで木構造２０２を進み；
進む過程で遭遇したディレクトリ・ブロック２１９の中
で、まだ新たな読み書き可能アドレス空間１１５にない
各ディレクトリ・ブロック２１９に対し、そのディレク
トリ・ブロック２１９をフリー・リスト２０７から取っ
た記憶要素１０５にコピーし、新たなコピーを指し示す
ように、ディレクトリ・エントリ２２３とファイル・シ
ステム１０１が属するコンピュータ・システムにおける
ディレクトリ・エントリ２２３からの情報のコピーとを
変更する。
１１５に属する主ファイル・システム１１１にある記憶
要素１０５を読み書き可能アドレス空間１１５から読出
し専用アドレス空間１１７へと移し、かつ読み書き可能
アドレス空間１１５において現在変更可能でなければな
らない主ファイル・システム１１１の部分を確立し直す
ことによって、ダンプ・ファイル・システム１０９を生
成する。好ましい実施例においては、ダンプ操作を行う
アルゴリズムは、次のとおりである：即ち、主ファイル
・システム１１１に対するスーパーブロック２０３にあ
るネクスト・ポインタ１２３をＨＷＭ１０８に設定し；
読み書き可能アドレス空間１１５に属し、かつフリー・
リスト２０７に無い主ファイル・システム１１１に対す
る記憶要素１０５をすべて読出し専用アドレス空間１１
７に追加し；次の内容を行うことによって、読み書き可
能アドレス空間１１５にある主ファイル・システム１１
１を確立し直す：即ち、主ファイル・システム１１１に
対する新たなスーパーブロック２０３を作るためにスー
パーブロック２０３の内容を記憶要素アドレス１０７と
してＨＷＭ１０８を有する記憶要素１０５にコピーし、
さらに新たなスーパーブロック２０３にあるＨＷＭ１０
８が次の記憶要素１０５を指し示すように、そのＨＷＮ
１０８をインクリメントし；フリー・リスト２０７から
記憶要素１０５を取り、位置情報１１９およびルート１
２１をその記憶要素１０５にコピーし；フリー・リスト
２０７から取られた記憶要素１０５にある位置情報１１
９およびルート１１９を指し示すように、新たなスーパ
ーブロック２０３にあるポインタを更新し；新たなダン
プ・ファイル・システム１０９に対するエントリをダン
プ・リスト２１１に追加し；さらに、このダンプ操作の
時にオープンされている主ファイル・システム１１１に
おける１つ１つのファイルに対し、新たな読み書き可能
アドレス空間１１５にあるルート１２１からそのファイ
ルに対するファイル・エントリ２２１を収容しているデ
ィレクトリ・ブロック２１９まで木構造２０２を進み；
進む過程で遭遇したディレクトリ・ブロック２１９の中
で、まだ新たな読み書き可能アドレス空間１１５にない
各ディレクトリ・ブロック２１９に対し、そのディレク
トリ・ブロック２１９をフリー・リスト２０７から取っ
た記憶要素１０５にコピーし、新たなコピーを指し示す
ように、ディレクトリ・エントリ２２３とファイル・シ
ステム１０１が属するコンピュータ・システムにおける
ディレクトリ・エントリ２２３からの情報のコピーとを
変更する。
【００３１】このアルゴリズムは、アトミック的に実行
される、即ち、このアルゴリズムの実行中は、ファイル
・システム１０１に対して、アルゴリズムに必要とされ
る以外の変更は一切許されない。
される、即ち、このアルゴリズムの実行中は、ファイル
・システム１０１に対して、アルゴリズムに必要とされ
る以外の変更は一切許されない。
【００３２】代わりとなる実施例では、スーパーブロッ
ク２０３の内容をフリー・リスト２０７から取った新た
なスーパーブロック２０３にコピーし、ネクスト・ポイ
ンタ１２３を新たなスーパーブロック２０３を指し示す
ように更新し、さらに新たなスーパーブロック２０３以
外の読み書き可能アドレス空間１１５にある記憶要素１
０５をすべて読出し専用アドレス空間１１７に追加して
も良い。
ク２０３の内容をフリー・リスト２０７から取った新た
なスーパーブロック２０３にコピーし、ネクスト・ポイ
ンタ１２３を新たなスーパーブロック２０３を指し示す
ように更新し、さらに新たなスーパーブロック２０３以
外の読み書き可能アドレス空間１１５にある記憶要素１
０５をすべて読出し専用アドレス空間１１７に追加して
も良い。
【００３３】図４は、１つの閉じたファイルがある１つ
のディレクトリを収容している主ファイル・システム１
１１においてダンプ操作がいかに作用するかを示す。こ
こでも、図における各四角には、その四角がファイル・
システム１１１のどの種類の構成要素を表しているかを
示す参照番号、および当該構成要素がアドレス空間１１
５および１１７の何れに属しているかに付いての表示が
含まれる。図４の４０２には、主ファイル・システム１
１１をダンプ操作の時のまま示す：位置情報１１９を構
成する構成要素４０１、４０３および４０５、ルート４
０７およびディレクトリ・ブロック４０９は、すべて読
み書き可能アドレス空間１１５に属し；ファイルは、最
後のダンプ操作いらい変更されておらず結果的に読出し
専用アドレス空間１１７に属する１つのデータ・ブロッ
ク４１１を有し；他方のデータ・ブロック４１３は、変
更されていて、読み書き可能アドレス空間１１５に属す
る。
のディレクトリを収容している主ファイル・システム１
１１においてダンプ操作がいかに作用するかを示す。こ
こでも、図における各四角には、その四角がファイル・
システム１１１のどの種類の構成要素を表しているかを
示す参照番号、および当該構成要素がアドレス空間１１
５および１１７の何れに属しているかに付いての表示が
含まれる。図４の４０２には、主ファイル・システム１
１１をダンプ操作の時のまま示す：位置情報１１９を構
成する構成要素４０１、４０３および４０５、ルート４
０７およびディレクトリ・ブロック４０９は、すべて読
み書き可能アドレス空間１１５に属し；ファイルは、最
後のダンプ操作いらい変更されておらず結果的に読出し
専用アドレス空間１１７に属する１つのデータ・ブロッ
ク４１１を有し；他方のデータ・ブロック４１３は、変
更されていて、読み書き可能アドレス空間１１５に属す
る。
【００３４】図４の４１５は、ダンプ操作の完了後の主
ファイル・システム１１１を示す。構成要素４０１〜４
０９および４１３は、すべて読出し専用アドレス空間１
１７に移され；読み書き可能アドレス空間１１５におけ
るコピー４１７〜４２３が構成要素４０１〜４０７から
作られ；ルート・ポインタ１２７が新たなルート４２３
を示し、かつダンプ・ポインタ２１７が古いルート４０
７を示すように、位置情報１１９のコピーにおけるポイ
ンタが設定され；さらに古いスーパーブロック４０１に
あるネクスト・ポインタ１２３は、新たなスーパーブロ
ック４１７を示すように設定されている。仮にファイル
がオープンされていたならば、さらにディレクトリ・ブ
ロック４０９のコピーが存在していて、新たなルート４
２３は、そのコピーを示すことになる。
ファイル・システム１１１を示す。構成要素４０１〜４
０９および４１３は、すべて読出し専用アドレス空間１
１７に移され；読み書き可能アドレス空間１１５におけ
るコピー４１７〜４２３が構成要素４０１〜４０７から
作られ；ルート・ポインタ１２７が新たなルート４２３
を示し、かつダンプ・ポインタ２１７が古いルート４０
７を示すように、位置情報１１９のコピーにおけるポイ
ンタが設定され；さらに古いスーパーブロック４０１に
あるネクスト・ポインタ１２３は、新たなスーパーブロ
ック４１７を示すように設定されている。仮にファイル
がオープンされていたならば、さらにディレクトリ・ブ
ロック４０９のコピーが存在していて、新たなルート４
２３は、そのコピーを示すことになる。
【００３５】ダンプ・ファイル・システム１０９による
主ファイル・システム１１１の置換 本ファイル・システム１０１の利点は、主ファイル・シ
ステム１１１が容易に任意のダンプ・ファイル・システ
ム１０９によって置き換えられることである。この置換
は、次の手順を実行することにより、やはりアトミック
的に行われる。即ち、位置情報１１９を含むものは除
き、読み書き可能アドレス空間１１５に属する主ファイ
ル・システム１１１にあるすべての記憶要素１０５のア
ドレスをフリー・リスト２０７に戻し；主ファイル・シ
ステム１１１を置換しているダンプ・ファイル・システ
ム１０９へのダンプ・ポインタ２１７を用いて、そのダ
ンプ・ファイル・システム１０９に対するルート１２１
の位置を確認してルート１２１をフリー・リスト２０７
からの記憶要素１０５にコピーし；スーパーブロック
（ＳＢ）２０３におけるルート・ポインタ１２７をダン
プ・ファイル・システム１０９に対するルート１２１に
コピーへのポインタで置き換える。
主ファイル・システム１１１の置換 本ファイル・システム１０１の利点は、主ファイル・シ
ステム１１１が容易に任意のダンプ・ファイル・システ
ム１０９によって置き換えられることである。この置換
は、次の手順を実行することにより、やはりアトミック
的に行われる。即ち、位置情報１１９を含むものは除
き、読み書き可能アドレス空間１１５に属する主ファイ
ル・システム１１１にあるすべての記憶要素１０５のア
ドレスをフリー・リスト２０７に戻し；主ファイル・シ
ステム１１１を置換しているダンプ・ファイル・システ
ム１０９へのダンプ・ポインタ２１７を用いて、そのダ
ンプ・ファイル・システム１０９に対するルート１２１
の位置を確認してルート１２１をフリー・リスト２０７
からの記憶要素１０５にコピーし；スーパーブロック
（ＳＢ）２０３におけるルート・ポインタ１２７をダン
プ・ファイル・システム１０９に対するルート１２１に
コピーへのポインタで置き換える。
【００３６】ファイル・システム１０１が属するコンピ
ュータ・システムにおける故障の結果、位置情報１１９
が失われた場合、最も最近のダンプ・ファイル１０９に
ある位置情報ブロック１１９から位置情報１１９をコピ
ーすることができる。この時、主ファイル・システム１
１１を置換するダンプ・ファイル・システム１０９が最
も最近のダンプ・ファイル・システム１０９であるなら
ば、前記の２番目の手順は省略される。
ュータ・システムにおける故障の結果、位置情報１１９
が失われた場合、最も最近のダンプ・ファイル１０９に
ある位置情報ブロック１１９から位置情報１１９をコピ
ーすることができる。この時、主ファイル・システム１
１１を置換するダンプ・ファイル・システム１０９が最
も最近のダンプ・ファイル・システム１０９であるなら
ば、前記の２番目の手順は省略される。
【００３７】
【実施例】読み書き可能型大容量記憶装置およびＷＯＲ
Ｍ記憶装置を用いたファイル・システム１０１の実現：
図５および６ ファイル・システム１０１は、読み書き可能型大容量記
憶装置およびＷＯＲＭ記憶装置を用いて実現する方が好
ましい。以下において、実施例およびその構成要素のフ
ァイル・アドレス空間１０３に対する関係の概要を最初
に提示し、次に、読み書き可能型大容量記憶装置の編成
の詳細、続いて好ましい実施例の動作に関する詳細を提
示する。
Ｍ記憶装置を用いたファイル・システム１０１の実現：
図５および６ ファイル・システム１０１は、読み書き可能型大容量記
憶装置およびＷＯＲＭ記憶装置を用いて実現する方が好
ましい。以下において、実施例およびその構成要素のフ
ァイル・アドレス空間１０３に対する関係の概要を最初
に提示し、次に、読み書き可能型大容量記憶装置の編成
の詳細、続いて好ましい実施例の動作に関する詳細を提
示する。
【００３８】実施例の概要：図５ 図５は、ファイル・システム１０１の好ましい実施例の
略ブロック図である。実施例５０１は、３つの主要な構
成要素---ファイル・サーバ５０３、ランダム・アクセ
ス読み書き可能型大容量記憶装置５０７、およびランダ
ム・アクセス追記型（ＷＯＲＭ）装置５１１---を有す
る。ファイル・サーバ５０３は、分散システムの他の構
成要素に対しファイル操作を行うために分散システムに
おいて使用されるコンピュータ・システムである。好ま
しい実施例では、ファイル・サーバ５０３は、デジタル
・イクウィップメント・コーポレーション社（Digital
Equipment Corporation）製のＶＡＸ７５０である。こ
れが他の構成要素に対して行うファイル操作は、周知の
ＵＮＩＸ（登録商標）オペレーティング・システムに対
して定義されているものと、ほぼ同じである。ファイル
・サーバ５０３により、実施例５０１の他の構成要素の
動作が制御される。好ましい実施例の大容量記憶装置５
０７は、磁気ディスク装置上の１２０Ｍバイトの記憶装
置である。ＷＯＲＭ装置５１１は、ＷＤＤ−２０００と
いうソニー（Sony）製の１．５Ｇバイトの追記型光ディ
スク装置である。
略ブロック図である。実施例５０１は、３つの主要な構
成要素---ファイル・サーバ５０３、ランダム・アクセ
ス読み書き可能型大容量記憶装置５０７、およびランダ
ム・アクセス追記型（ＷＯＲＭ）装置５１１---を有す
る。ファイル・サーバ５０３は、分散システムの他の構
成要素に対しファイル操作を行うために分散システムに
おいて使用されるコンピュータ・システムである。好ま
しい実施例では、ファイル・サーバ５０３は、デジタル
・イクウィップメント・コーポレーション社（Digital
Equipment Corporation）製のＶＡＸ７５０である。こ
れが他の構成要素に対して行うファイル操作は、周知の
ＵＮＩＸ（登録商標）オペレーティング・システムに対
して定義されているものと、ほぼ同じである。ファイル
・サーバ５０３により、実施例５０１の他の構成要素の
動作が制御される。好ましい実施例の大容量記憶装置５
０７は、磁気ディスク装置上の１２０Ｍバイトの記憶装
置である。ＷＯＲＭ装置５１１は、ＷＤＤ−２０００と
いうソニー（Sony）製の１．５Ｇバイトの追記型光ディ
スク装置である。
【００３９】大容量記憶装置５０７およびＷＯＲＭ装置
５１１の両者において記憶装置は、同じ大きさのブロッ
クに分割される。これらのブロックが、実施例の記憶要
素１０５を構成する。大容量記憶装置５０７のブロック
は、図６においてディスク・ブロック（ＤＢ）５０９と
して表し、ＷＯＲＭ装置５１１のブロックは、ＷＯＲＭ
ブロック（ＷＢ）５１９として表す。さらに詳細に後述
するように、ディスク・ブロック５０９は、一定のＷＯ
ＲＭブロック５１９に対応する。このような対応は、文
字の接尾辞によって示した。従って、ディスク・ブロッ
ク５０９（ａ）は、ＷＯＲＭブロック５１９（ａ）に対
応する。ファイル・サーバ５０３は、ディスク・ブロッ
ク５０９に対しては何度も読み書きを行い、ＷＯＲＭブ
ロック５１９に対しては何度も読むが、一回しか書かな
い。この事実は、図５においてファイル・サーバ５０３
と大容量記憶装置５０７とを結ぶ読み／書き操作矢印
（Ｒ／Ｗ ＯＰＳ）５０５、およびファイル・サーバ５
０３とＷＯＲＭ装置５１１とを結ぶ別個の追記操作矢印
（ＷＯ ＯＰ）および読み操作矢印（Ｒ ＯＰ）５１５に
よって示してある。さらに、前記の事実は、ＷＯＲＭ装
置５１１を依然として書かれていないＷＯＲＭブロック
５１９を収容している未書込み部分５１５、書かれたＷ
ＯＲＭブロック５１９を収容している書込み済み部分５
１７へと分割することによっても示される。ＷＯＲＭ装
置５１１は、ランダム・アクセスできるので、書込み済
みブロックおよび未書込みブロックは、物理的に混在し
ても良い。
５１１の両者において記憶装置は、同じ大きさのブロッ
クに分割される。これらのブロックが、実施例の記憶要
素１０５を構成する。大容量記憶装置５０７のブロック
は、図６においてディスク・ブロック（ＤＢ）５０９と
して表し、ＷＯＲＭ装置５１１のブロックは、ＷＯＲＭ
ブロック（ＷＢ）５１９として表す。さらに詳細に後述
するように、ディスク・ブロック５０９は、一定のＷＯ
ＲＭブロック５１９に対応する。このような対応は、文
字の接尾辞によって示した。従って、ディスク・ブロッ
ク５０９（ａ）は、ＷＯＲＭブロック５１９（ａ）に対
応する。ファイル・サーバ５０３は、ディスク・ブロッ
ク５０９に対しては何度も読み書きを行い、ＷＯＲＭブ
ロック５１９に対しては何度も読むが、一回しか書かな
い。この事実は、図５においてファイル・サーバ５０３
と大容量記憶装置５０７とを結ぶ読み／書き操作矢印
（Ｒ／Ｗ ＯＰＳ）５０５、およびファイル・サーバ５
０３とＷＯＲＭ装置５１１とを結ぶ別個の追記操作矢印
（ＷＯ ＯＰ）および読み操作矢印（Ｒ ＯＰ）５１５に
よって示してある。さらに、前記の事実は、ＷＯＲＭ装
置５１１を依然として書かれていないＷＯＲＭブロック
５１９を収容している未書込み部分５１５、書かれたＷ
ＯＲＭブロック５１９を収容している書込み済み部分５
１７へと分割することによっても示される。ＷＯＲＭ装
置５１１は、ランダム・アクセスできるので、書込み済
みブロックおよび未書込みブロックは、物理的に混在し
ても良い。
【００４０】ダンプ操作の前は、ディスク・ブロック５
０９、ＷＯＲＭブロック５１９およびファイル・アドレ
ス空間１０３の間の関係は、次のとおりである：即ち、
書込み済みのＷＯＲＭブロック５１９は、対応するディ
スク・ブロック５０９がそうであるように、読出し専用
アドレス空間１１７に属し；そのようなディスク・ブロ
ック５０９には、対応するＷＯＲＭブロック５１９の内
容のコピーが入っていて；書かれていないＷＯＲＭブロ
ック５１９に対応するディスク・ブロック５０９は、読
み書き可能アドレス空間１１５に属するが、これは、対
応する書かれていないＷＯＲＭブロック５１９も、同様
であり、ＷＯＲＭ装置５１１のその部分で「ダンプ空間
５１６」という表示で示したようにダンプ操作が行われ
た後に対応するディスク・ブロック５０９の内容を受け
入れるために予約されており；対応するディスク・ブロ
ック５０９を持っていない未書込みのＷＯＲＭブロック
５１９は、未使用アドレス空間１１３に属する。
０９、ＷＯＲＭブロック５１９およびファイル・アドレ
ス空間１０３の間の関係は、次のとおりである：即ち、
書込み済みのＷＯＲＭブロック５１９は、対応するディ
スク・ブロック５０９がそうであるように、読出し専用
アドレス空間１１７に属し；そのようなディスク・ブロ
ック５０９には、対応するＷＯＲＭブロック５１９の内
容のコピーが入っていて；書かれていないＷＯＲＭブロ
ック５１９に対応するディスク・ブロック５０９は、読
み書き可能アドレス空間１１５に属するが、これは、対
応する書かれていないＷＯＲＭブロック５１９も、同様
であり、ＷＯＲＭ装置５１１のその部分で「ダンプ空間
５１６」という表示で示したようにダンプ操作が行われ
た後に対応するディスク・ブロック５０９の内容を受け
入れるために予約されており；対応するディスク・ブロ
ック５０９を持っていない未書込みのＷＯＲＭブロック
５１９は、未使用アドレス空間１１３に属する。
【００４１】前記の説明から分かるように、書込み済み
のＷＯＲＭブロック５１９に対応するディスク・ブロッ
ク５０９および未書込みのＷＯＲＭブロック５１９に対
応するディスク・ブロック５０９は、ファイル・サーバ
５０３において基本的に異なる機能を有する。このこと
は、図５において、大容量記憶装置５０７を２つの部分
---読出し専用キャッシュ部（ＲＯキャッシュ部）５０
６および読み書き可能型記憶部（Ｒ／Ｗ記憶部）５０８
---に分割することによって示した。この場合も、大容
量記憶装置５０７はランダム・アクセス型の装置である
から、何れの部分に属するディスク・ブロック５０９も
大容量記憶装置５０７の任意の場所に配置することが許
される。
のＷＯＲＭブロック５１９に対応するディスク・ブロッ
ク５０９および未書込みのＷＯＲＭブロック５１９に対
応するディスク・ブロック５０９は、ファイル・サーバ
５０３において基本的に異なる機能を有する。このこと
は、図５において、大容量記憶装置５０７を２つの部分
---読出し専用キャッシュ部（ＲＯキャッシュ部）５０
６および読み書き可能型記憶部（Ｒ／Ｗ記憶部）５０８
---に分割することによって示した。この場合も、大容
量記憶装置５０７はランダム・アクセス型の装置である
から、何れの部分に属するディスク・ブロック５０９も
大容量記憶装置５０７の任意の場所に配置することが許
される。
【００４２】書込み済みのＷＯＲＭブロック５１９に対
応するディスク・ブロック５０９は、それらのブロック
のキャッシュ部５０６として作用する。大容量記憶装置
５０７のほうがＷＯＲＭ装置５１１より応答時間が短い
ので、ファイル・サーバ５０３は、ＷＯＲＭ装置５１１
からＷＯＲＭブロック５１９を読む場合、そのＷＯＲＭ
ブロック５１９をディスク・ブロック５０９に置いて、
再びそれが必要なときにディスク・ブロック５０９で利
用できるようにする。キャッシュに付いて一般的に言え
ることであるが、キャッシュ部５０６には、僅かにいち
ばん最後に読み出された比較的小数のＷＯＲＭブロック
５１９のコピーが収容されているに過ぎない。キャッシ
ュ部５０６により性能はかなり向上するが、ファイル・
システム１０１の実現には必要でない。
応するディスク・ブロック５０９は、それらのブロック
のキャッシュ部５０６として作用する。大容量記憶装置
５０７のほうがＷＯＲＭ装置５１１より応答時間が短い
ので、ファイル・サーバ５０３は、ＷＯＲＭ装置５１１
からＷＯＲＭブロック５１９を読む場合、そのＷＯＲＭ
ブロック５１９をディスク・ブロック５０９に置いて、
再びそれが必要なときにディスク・ブロック５０９で利
用できるようにする。キャッシュに付いて一般的に言え
ることであるが、キャッシュ部５０６には、僅かにいち
ばん最後に読み出された比較的小数のＷＯＲＭブロック
５１９のコピーが収容されているに過ぎない。キャッシ
ュ部５０６により性能はかなり向上するが、ファイル・
システム１０１の実現には必要でない。
【００４３】一方、未書込みのＷＯＲＭブロック５１９
に対応するディスク・ブロック５０９は、読み書き可能
アドレス空間１１５に対する実際の記憶要素１０５であ
り、従って、ファイル・システム１０１の動作には不可
欠である。主ファイル・システム１１１の一部である記
憶要素１０５の１つ１つに対して読み書き可能型記憶部
５０８のディスク・ブロック５０９がなければならな
い。ダンプ操作が行われたときに読み書き可能アドレス
空間１１５の内容を受け入れるためにダンプ空間５１６
が予約されているので、読み書き可能型記憶部５０８に
あるすべてのディスク・ブロック５０９に対応してダン
プ空間５１６のＷＯＲＭブロック５１９がなければなら
ない。さらに、フリー・リスト２０７に載っているすべ
ての記憶要素１０５に対応してダンプ空間５１６のＷＯ
ＲＭブロック５１９がなければならない。しかし、フリ
ー・リスト２０７上の記憶要素１０５は、読み書き可能
型記憶部５０８に属する対応するディスク・ブロック５
０９は持つ必要がない。従って、フリー・リスト２０７
が空になり、かつ読み書き可能アドレス空間１１５に記
憶要素１０５を追加しなければならない場合、ダンプ空
間５１６を未書込みのＷＯＲＭブロック５１９を１つだ
け拡張しなければならない。ダンプ空間５１６の最後に
ＨＷＭ１０８（ｃ）があることが示すように、これは、
ＨＷＮ１０８（ｃ）をインクリメントすることによって
行われる。
に対応するディスク・ブロック５０９は、読み書き可能
アドレス空間１１５に対する実際の記憶要素１０５であ
り、従って、ファイル・システム１０１の動作には不可
欠である。主ファイル・システム１１１の一部である記
憶要素１０５の１つ１つに対して読み書き可能型記憶部
５０８のディスク・ブロック５０９がなければならな
い。ダンプ操作が行われたときに読み書き可能アドレス
空間１１５の内容を受け入れるためにダンプ空間５１６
が予約されているので、読み書き可能型記憶部５０８に
あるすべてのディスク・ブロック５０９に対応してダン
プ空間５１６のＷＯＲＭブロック５１９がなければなら
ない。さらに、フリー・リスト２０７に載っているすべ
ての記憶要素１０５に対応してダンプ空間５１６のＷＯ
ＲＭブロック５１９がなければならない。しかし、フリ
ー・リスト２０７上の記憶要素１０５は、読み書き可能
型記憶部５０８に属する対応するディスク・ブロック５
０９は持つ必要がない。従って、フリー・リスト２０７
が空になり、かつ読み書き可能アドレス空間１１５に記
憶要素１０５を追加しなければならない場合、ダンプ空
間５１６を未書込みのＷＯＲＭブロック５１９を１つだ
け拡張しなければならない。ダンプ空間５１６の最後に
ＨＷＭ１０８（ｃ）があることが示すように、これは、
ＨＷＮ１０８（ｃ）をインクリメントすることによって
行われる。
【００４４】ダンプ操作の終了後のために、大容量記憶
装置５０７は、第３の部分、ダンプ記憶部５１０が含ま
れる。ダンプ記憶部５１０には、ダンプ操作によって読
出し専用アドレス空間１１７に追加された記憶要素１０
５であるディスク・ブロック５０９が収容される。ディ
スク・ブロック５０９は、その内容がダンプ空間５１６
にある対応するＷＯＲＭブロック５１９にコピーされる
まで、ダンプ記憶部５１０に留まる。書き込まれると直
ちに、ＷＯＲＭブロック５１９は、読出し専用アドレス
空間１１７の一部となり、それに対応するディスク・ブ
ロック５０９は、読出し専用キャッシュ部５０６の一部
となる。
装置５０７は、第３の部分、ダンプ記憶部５１０が含ま
れる。ダンプ記憶部５１０には、ダンプ操作によって読
出し専用アドレス空間１１７に追加された記憶要素１０
５であるディスク・ブロック５０９が収容される。ディ
スク・ブロック５０９は、その内容がダンプ空間５１６
にある対応するＷＯＲＭブロック５１９にコピーされる
まで、ダンプ記憶部５１０に留まる。書き込まれると直
ちに、ＷＯＲＭブロック５１９は、読出し専用アドレス
空間１１７の一部となり、それに対応するディスク・ブ
ロック５０９は、読出し専用キャッシュ部５０６の一部
となる。
【００４５】さらに詳細に後述するが、好ましい実施例
における実際のダンプ操作は、単に、読み書き可能アド
レス空間１１５にある主ファイル・システム１１１の一
部を収容するディスク・ブロック５０９をダンプ記憶部
５１０に属するとして区別するだけである。これを行う
と直ちに、通常のファイル操作が続けられる。これらの
操作では、読出し専用アドレス空間１１７の一部として
ダンプ記憶部５１０に属するディスク・ブロック５０９
に格納されている主ファイル・システム１１１の構成要
素が扱われる。これらの操作が進行する間に、ファイル
・サーバ５０３において独立して実行するダンプ・デモ
ンにより、ディスク・ブロック５０９の内容がダンプ空
間５１６のＷＯＲＭブロック５１９にコピーされる。デ
ィスク・ブロック５０９は、一度コピーされると、読出
し専用キャッシュ部５０６に属するものとして区別され
る。
における実際のダンプ操作は、単に、読み書き可能アド
レス空間１１５にある主ファイル・システム１１１の一
部を収容するディスク・ブロック５０９をダンプ記憶部
５１０に属するとして区別するだけである。これを行う
と直ちに、通常のファイル操作が続けられる。これらの
操作では、読出し専用アドレス空間１１７の一部として
ダンプ記憶部５１０に属するディスク・ブロック５０９
に格納されている主ファイル・システム１１１の構成要
素が扱われる。これらの操作が進行する間に、ファイル
・サーバ５０３において独立して実行するダンプ・デモ
ンにより、ディスク・ブロック５０９の内容がダンプ空
間５１６のＷＯＲＭブロック５１９にコピーされる。デ
ィスク・ブロック５０９は、一度コピーされると、読出
し専用キャッシュ部５０６に属するものとして区別され
る。
【００４６】ここで指摘しなければならないのは、ファ
イル・アドレス空間１０３は、ＷＯＲＭ装置５１１のア
ドレス空間より広くても良いことである。第１に、未使
用アドレス空間１１３は、ＷＯＲＭ装置５１１の最上位
アドレスを越える範囲におよぶことがある。さらに、フ
ァイル・システム１０１の影響下にあるコンポーネント
・ファイル・システムに属する記憶要素１０５がすべて
ＷＯＲＭ装置５１１上にある限り、読出し専用アドレス
空間１１７は、ＷＯＲＭ装置５１１の最下位アドレスを
越えることはできない。
イル・アドレス空間１０３は、ＷＯＲＭ装置５１１のア
ドレス空間より広くても良いことである。第１に、未使
用アドレス空間１１３は、ＷＯＲＭ装置５１１の最上位
アドレスを越える範囲におよぶことがある。さらに、フ
ァイル・システム１０１の影響下にあるコンポーネント
・ファイル・システムに属する記憶要素１０５がすべて
ＷＯＲＭ装置５１１上にある限り、読出し専用アドレス
空間１１７は、ＷＯＲＭ装置５１１の最下位アドレスを
越えることはできない。
【００４７】大容量記憶装置５０７の下位構造の実施：
図６ 実施にあたっては、ディスク・ブロック５０９とＷＯＲ
Ｍブロック５１９との対応、ならびに読出し専用キャッ
シュ部５０６、Ｒ／Ｗ記憶部５０８およびダンプ記憶部
５１０への大容量記憶装置５０７の割り当ては、図６に
示した大容量記憶マップ（ＭＡＰ）６０３によって設定
するほうが好ましい。好ましい実施例において、大容量
記憶マップ６０３は、ファイル・サーバ５０３の仮想メ
モリ６１１におけるデータ構造である。大容量記憶マッ
プ６０３は、ファイル・システム１０１によるファイル
操作の度に使用されるので、概してファイル・サーバ５
０３の主メモリに存在し、従って、ファイル・サーバ５
０３に迅速にアクセスすることができる。
図６ 実施にあたっては、ディスク・ブロック５０９とＷＯＲ
Ｍブロック５１９との対応、ならびに読出し専用キャッ
シュ部５０６、Ｒ／Ｗ記憶部５０８およびダンプ記憶部
５１０への大容量記憶装置５０７の割り当ては、図６に
示した大容量記憶マップ（ＭＡＰ）６０３によって設定
するほうが好ましい。好ましい実施例において、大容量
記憶マップ６０３は、ファイル・サーバ５０３の仮想メ
モリ６１１におけるデータ構造である。大容量記憶マッ
プ６０３は、ファイル・システム１０１によるファイル
操作の度に使用されるので、概してファイル・サーバ５
０３の主メモリに存在し、従って、ファイル・サーバ５
０３に迅速にアクセスすることができる。
【００４８】マップ６０３は、マップ・エントリ６０５
の配列である。大容量記憶装置５０７の一部であるディ
スク・ブロック５０９の各々に対してマップ・エントリ
６０５があり、所与のマップ・エントリ６０５によって
表されるディスク・ブロック５０９のアドレスは、この
配列における前記所与のマップ・エントリ６０５のイン
デックスから計算することができ、このようすは、マッ
プ６０３における最初と最後のマップ・エントリ６０５
を大容量記憶装置５０７における最初と最後のディスク
・ブロック５０９へと結ぶ矢印によって示した。
の配列である。大容量記憶装置５０７の一部であるディ
スク・ブロック５０９の各々に対してマップ・エントリ
６０５があり、所与のマップ・エントリ６０５によって
表されるディスク・ブロック５０９のアドレスは、この
配列における前記所与のマップ・エントリ６０５のイン
デックスから計算することができ、このようすは、マッ
プ６０３における最初と最後のマップ・エントリ６０５
を大容量記憶装置５０７における最初と最後のディスク
・ブロック５０９へと結ぶ矢印によって示した。
【００４９】さらに、ＷＯＲＭ装置５１１におけるＷＯ
ＲＭブロック５１９の数は、ディスク・ブロック５０９
またはマップ・エントリ６０５の数ｂの整数（ｍ）倍で
ある。従って、マップ・エントリ６０５のインデックス
（Ｉ）は、ＷＯＲＭブロック５１９のアドレス（ＷＢ
Ａ）からＷＢＡ ＭＯＤ ｍという演算によって計算する
ことができ、さらに所与のマップ・エントリ６０５によ
って表されるディスク・ブロック５０９は、Ｉ＝ＷＢＡ
ＭＯＤ ｍであるようなＷＯＲＭブロック５１９に対応
する。ここで、Ｉは所与のマップ・エントリ６０５のイ
ンデックスである。
ＲＭブロック５１９の数は、ディスク・ブロック５０９
またはマップ・エントリ６０５の数ｂの整数（ｍ）倍で
ある。従って、マップ・エントリ６０５のインデックス
（Ｉ）は、ＷＯＲＭブロック５１９のアドレス（ＷＢ
Ａ）からＷＢＡ ＭＯＤ ｍという演算によって計算する
ことができ、さらに所与のマップ・エントリ６０５によ
って表されるディスク・ブロック５０９は、Ｉ＝ＷＢＡ
ＭＯＤ ｍであるようなＷＯＲＭブロック５１９に対応
する。ここで、Ｉは所与のマップ・エントリ６０５のイ
ンデックスである。
【００５０】各マップ・エントリ６０５には、２つのフ
ールドが含まれる。その第１は、記憶要素アドレス・フ
ィールドであり、マップ・エントリ６０５によって表さ
れるディスク・ブロック５０９に対応するＷＯＲＭブロ
ック５１９を表す記憶要素アドレス（ＳＥＡ）１０７が
収容される。好ましい実施例では、記憶要素アドレス１
０７は、単にＷＯＲＭブロックのアドレスである。第２
のフィールドは、ディスク・ブロック状態（ＤＢＳ）６
０９であり、マップ・エントリ６０５によって表される
ディスク・ブロック５０９の現在の状態を示す。次の４
つの状態がある。非結合状態（not bound）：ディスク
・ブロック５０９に対応するＷＯＲＭブロック５１９が
ない。読出し専用状態（read only）：ディスク・ブロ
ック５０９がフィールド６０７によって指定されるＷＯ
ＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯＲＭブ
ロック５１９が、読出し専用アドレス空間１１７に属す
る記憶要素１０５であり、ディスク・ブロック５０９に
ＷＯＲＭブロック５１９の内容が入っていて、かつディ
スク・ブロック５０９が読出し専用キャッシュ部５０６
に属する。読み書き可能状態（read/write）：ディスク
・ブロック５０９がフィールド６０７によって指定され
るＷＯＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯ
ＲＭブロック５１９が、ダンプ空間５１６に属し、ディ
スク・ブロック５０９が、読み書き可能アドレス空間１
１５にある主ファイル・システム１１１の記憶要素１０
５であり、かつディスク・ブロック５０９が、Ｒ／Ｗ記
憶部５０８に属する。ダンプ状態（dump）：ディスク・
ブロック５０９がフィールド６０７によって指定される
ＷＯＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯＲ
Ｍブロック５１９が、ダンプ空間５１６に属し、ディス
ク・ブロック５０９が、読出し専用アドレス空間１１７
にある記憶要素１０５を表し、かつディスク・ブロック
５０９が、ダンプ記憶部５１０に属する。
ールドが含まれる。その第１は、記憶要素アドレス・フ
ィールドであり、マップ・エントリ６０５によって表さ
れるディスク・ブロック５０９に対応するＷＯＲＭブロ
ック５１９を表す記憶要素アドレス（ＳＥＡ）１０７が
収容される。好ましい実施例では、記憶要素アドレス１
０７は、単にＷＯＲＭブロックのアドレスである。第２
のフィールドは、ディスク・ブロック状態（ＤＢＳ）６
０９であり、マップ・エントリ６０５によって表される
ディスク・ブロック５０９の現在の状態を示す。次の４
つの状態がある。非結合状態（not bound）：ディスク
・ブロック５０９に対応するＷＯＲＭブロック５１９が
ない。読出し専用状態（read only）：ディスク・ブロ
ック５０９がフィールド６０７によって指定されるＷＯ
ＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯＲＭブ
ロック５１９が、読出し専用アドレス空間１１７に属す
る記憶要素１０５であり、ディスク・ブロック５０９に
ＷＯＲＭブロック５１９の内容が入っていて、かつディ
スク・ブロック５０９が読出し専用キャッシュ部５０６
に属する。読み書き可能状態（read/write）：ディスク
・ブロック５０９がフィールド６０７によって指定され
るＷＯＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯ
ＲＭブロック５１９が、ダンプ空間５１６に属し、ディ
スク・ブロック５０９が、読み書き可能アドレス空間１
１５にある主ファイル・システム１１１の記憶要素１０
５であり、かつディスク・ブロック５０９が、Ｒ／Ｗ記
憶部５０８に属する。ダンプ状態（dump）：ディスク・
ブロック５０９がフィールド６０７によって指定される
ＷＯＲＭブロック５１９に対応する。この場合、ＷＯＲ
Ｍブロック５１９が、ダンプ空間５１６に属し、ディス
ク・ブロック５０９が、読出し専用アドレス空間１１７
にある記憶要素１０５を表し、かつディスク・ブロック
５０９が、ダンプ記憶部５１０に属する。
【００５１】実施例５０１は、次のように動作する。即
ち、ファイル読出し操作が行われる場合、ファイル・サ
ーバ５０３は、読むべき記憶要素１０５の記憶要素アド
レス１０７を用いて、マップ・エントリ６０５の位置を
確認する。このアドレスをここではアドレス「Ａ」と称
する。次に何が起こるかは、大容量記憶装置５０７にお
いてＡによってアドレス指定されるＷＯＲＭブロック５
１９に対応するディスク・ブロック５０９が存在するか
否かに依存する。存在するならば、アドレスＡによって
位置指定されるマップ・エントリ６０５におけるフィー
ルド６０７には、アドレスＡが入っているであろう。入
っていて、かつマップ・エントリ６０５が、読出し専
用、読み書き可能、またはダンプの何れかの状態であれ
ば、マップ・エントリ６０５によって表されるディスク
・ブロック５０９には、所望のデータが入ってるので、
ファイル・サーバ５０３は、そのディスク・ブロック５
０９の内容を読み出す。
ち、ファイル読出し操作が行われる場合、ファイル・サ
ーバ５０３は、読むべき記憶要素１０５の記憶要素アド
レス１０７を用いて、マップ・エントリ６０５の位置を
確認する。このアドレスをここではアドレス「Ａ」と称
する。次に何が起こるかは、大容量記憶装置５０７にお
いてＡによってアドレス指定されるＷＯＲＭブロック５
１９に対応するディスク・ブロック５０９が存在するか
否かに依存する。存在するならば、アドレスＡによって
位置指定されるマップ・エントリ６０５におけるフィー
ルド６０７には、アドレスＡが入っているであろう。入
っていて、かつマップ・エントリ６０５が、読出し専
用、読み書き可能、またはダンプの何れかの状態であれ
ば、マップ・エントリ６０５によって表されるディスク
・ブロック５０９には、所望のデータが入ってるので、
ファイル・サーバ５０３は、そのディスク・ブロック５
０９の内容を読み出す。
【００５２】大容量記憶装置５０７においてＷＯＲＭブ
ロック５１９に対応するディスク・ブロック５０９は存
在しないが、マップ・エントリ６０５によって、それが
表すディスク・ブロック５０９が読出し専用状態である
ことが示されている場合、ファイル・サーバ５０３は、
アドレスＡによって指定されるＷＯＲＭブロック５１９
の内容をマップ・エントリ６０５に対応するディスク・
ブロック５０９へとコピーして、アドレスＡをフィール
ド６０７に書き込む。マップ・エントリ６０５が読み書
き可能またはダンプの状態を示しているならば、ファイ
ル・サーバ５０３は、マップ・エントリ６０５に対応す
るディスク・ブロック５０９の内容を上書きすることは
できず、単にＷＯＲＭブロック５１９からデータを取っ
てくるだけである。最後に、マップ・エントリ６０５が
非結合状態を示している場合、ファイル・サーバ５０３
は、ＷＯＲＭブロック５１９からデータを取り出し、そ
れをマップ・エントリ６０５に対応するディスク・ブロ
ック５０９にコピーし、アドレスＡをフィールド６０７
に書込み、さらにディスク・ブロック状態（ＤＢＳ）６
０９を読出し専用状態を示すように設定する。
ロック５１９に対応するディスク・ブロック５０９は存
在しないが、マップ・エントリ６０５によって、それが
表すディスク・ブロック５０９が読出し専用状態である
ことが示されている場合、ファイル・サーバ５０３は、
アドレスＡによって指定されるＷＯＲＭブロック５１９
の内容をマップ・エントリ６０５に対応するディスク・
ブロック５０９へとコピーして、アドレスＡをフィール
ド６０７に書き込む。マップ・エントリ６０５が読み書
き可能またはダンプの状態を示しているならば、ファイ
ル・サーバ５０３は、マップ・エントリ６０５に対応す
るディスク・ブロック５０９の内容を上書きすることは
できず、単にＷＯＲＭブロック５１９からデータを取っ
てくるだけである。最後に、マップ・エントリ６０５が
非結合状態を示している場合、ファイル・サーバ５０３
は、ＷＯＲＭブロック５１９からデータを取り出し、そ
れをマップ・エントリ６０５に対応するディスク・ブロ
ック５０９にコピーし、アドレスＡをフィールド６０７
に書込み、さらにディスク・ブロック状態（ＤＢＳ）６
０９を読出し専用状態を示すように設定する。
【００５３】ファイルを変更する操作を行う場合、ファ
イル・サーバ５０３は、マップ・エントリ６０５を位置
指定するために、ここでも記憶要素アドレス１０７Ａを
用いる。マップ・エントリ６０５のフィールド６０７
が、Ａを収容し、かつ読出し専用またはダンプの状態を
示す場合、ファイル・サーバ５０３は、フリー・リスト
２０７から記憶要素アドレス１０７Ｂを取り出して、第
２のマップ・エントリ６０５を位置指定するのにアドレ
スＢを用いる。このマップ・エントリ６０５が、非結合
状態か読出し専用状態である場合、ファイル・サーバ５
０３は、Ａによってアドレス指定されるマップ・エント
リ６０５によって表されるディスク・ブロック５０９の
内容をＢによってアドレス指定されるマップ・エントリ
６０５によって表されるディスク・ブロック５０９にコ
ピーし、そのマップ・エントリ６０５におけるフィール
ド６０７をアドレスＢに設定し、さらにフィールド６０
９を読み書き可能状態を示すように設定する。ファイル
構造においてポインタ類を既に説明したように更新し、
Ｂによってアドレス指定されるマップ・エントリ６０５
によって表されるディスク・ブロック５０９に対して変
更を行う。第２のマップ・エントリ６０５が、ダンプ状
態か読み書き可能状態にある場合、ファイル・サーバ５
０３は、フリー・リスト２０７からアドレスをさらに１
つ取って、再び試みる。
イル・サーバ５０３は、マップ・エントリ６０５を位置
指定するために、ここでも記憶要素アドレス１０７Ａを
用いる。マップ・エントリ６０５のフィールド６０７
が、Ａを収容し、かつ読出し専用またはダンプの状態を
示す場合、ファイル・サーバ５０３は、フリー・リスト
２０７から記憶要素アドレス１０７Ｂを取り出して、第
２のマップ・エントリ６０５を位置指定するのにアドレ
スＢを用いる。このマップ・エントリ６０５が、非結合
状態か読出し専用状態である場合、ファイル・サーバ５
０３は、Ａによってアドレス指定されるマップ・エント
リ６０５によって表されるディスク・ブロック５０９の
内容をＢによってアドレス指定されるマップ・エントリ
６０５によって表されるディスク・ブロック５０９にコ
ピーし、そのマップ・エントリ６０５におけるフィール
ド６０７をアドレスＢに設定し、さらにフィールド６０
９を読み書き可能状態を示すように設定する。ファイル
構造においてポインタ類を既に説明したように更新し、
Ｂによってアドレス指定されるマップ・エントリ６０５
によって表されるディスク・ブロック５０９に対して変
更を行う。第２のマップ・エントリ６０５が、ダンプ状
態か読み書き可能状態にある場合、ファイル・サーバ５
０３は、フリー・リスト２０７からアドレスをさらに１
つ取って、再び試みる。
【００５４】アドレスＡが、フィールド６０７にあるア
ドレスと異なる場合、マップ・エントリ６０５が読出し
専用状態を示すならば、ファイル・サーバ５０３は、Ａ
によってアドレス指定されるＷＯＲＭブロック５１９を
マップ・エントリ６０５によって表されるディスク・ブ
ロック５０９へとコピーし、マップ・エントリ６０５の
フィールド６０７をそのように設定して、読出し専用状
態にあるマップ・エントリ６０５に対して既に説明した
ように進行する。マップ・エントリ６０５が、読み書き
可能状態かダンプ状態にあるならば、ファイル・サーバ
５０３は、直ちに、そのマップ・エントリ６０５によっ
て表されるディスク・ブロック５０９の内容を対応する
ＷＯＲＭブロック５１９にコピーし（これによって、デ
ィスク・ブロック５０９は読出し専用状態におかれ
る）、さらに読出し専用状態を示すマップ・エントリ６
０５に対して既に説明したように進行する。
ドレスと異なる場合、マップ・エントリ６０５が読出し
専用状態を示すならば、ファイル・サーバ５０３は、Ａ
によってアドレス指定されるＷＯＲＭブロック５１９を
マップ・エントリ６０５によって表されるディスク・ブ
ロック５０９へとコピーし、マップ・エントリ６０５の
フィールド６０７をそのように設定して、読出し専用状
態にあるマップ・エントリ６０５に対して既に説明した
ように進行する。マップ・エントリ６０５が、読み書き
可能状態かダンプ状態にあるならば、ファイル・サーバ
５０３は、直ちに、そのマップ・エントリ６０５によっ
て表されるディスク・ブロック５０９の内容を対応する
ＷＯＲＭブロック５１９にコピーし（これによって、デ
ィスク・ブロック５０９は読出し専用状態におかれ
る）、さらに読出し専用状態を示すマップ・エントリ６
０５に対して既に説明したように進行する。
【００５５】ファイル・サーバ５０３がファイルを削除
するとき、ファイル・サーバ５０３は、そのファイルに
おけるディスク・ブロック５０９である各ディスク・ブ
ロック５０９に対するマップ・エントリ６０５の位置を
確認する。エントリが全くないか、またはマップ・エン
トリ６０５が読出し専用状態かダンプ状態を示している
場合、ファイル・サーバ５０３は、何もせず；マップ・
エントリ６０５が読み書き可能状態を示している場合、
ファイル・サーバ５０３は、対応するＷＯＲＭブロック
５１９の記憶要素アドレス１０７をフリー・リスト２０
７に追加し、さらにディスク・ブロック５０９に対する
マップ・エントリ６０５を非結合状態にする。
するとき、ファイル・サーバ５０３は、そのファイルに
おけるディスク・ブロック５０９である各ディスク・ブ
ロック５０９に対するマップ・エントリ６０５の位置を
確認する。エントリが全くないか、またはマップ・エン
トリ６０５が読出し専用状態かダンプ状態を示している
場合、ファイル・サーバ５０３は、何もせず；マップ・
エントリ６０５が読み書き可能状態を示している場合、
ファイル・サーバ５０３は、対応するＷＯＲＭブロック
５１９の記憶要素アドレス１０７をフリー・リスト２０
７に追加し、さらにディスク・ブロック５０９に対する
マップ・エントリ６０５を非結合状態にする。
【００５６】ダンプ操作を開始する場合、ファイル・サ
ーバ５０３は、大容量記憶マップ６０３をすべて通っ
て、読み書き可能状態にあるマップ・エントリ６０５を
すべてダンプ状態にする。そして、ここで説明したファ
イル操作を用いて前述のように主ファイル・システム１
１１を確立し直す。この時点で、ダンプ操作は終了す
る。好ましい実施例において、この操作に約１０秒を要
する。その間、ファイル・システム１０１は、他の用途
に使用することはできない。ファイル・サーバ５０３が
普通のファイル操作を続けている間、ファイル・サーバ
５０３内で動作中のダンプ・デモン・プロセスは、ダン
プ状態を示しているマップ・エントリ６０５によって表
されるすべてのディスク・ブロック５０９の内容をそれ
らに対応するＷＯＲＭブロック５１９に書き込む。１つ
のディスク・ブロック５０９の書込みが終わると、ＤＢ
Ｓ（ディスク・ブロック状態）フィールド６０９が、読
出し専用状態を示すように設定される。
ーバ５０３は、大容量記憶マップ６０３をすべて通っ
て、読み書き可能状態にあるマップ・エントリ６０５を
すべてダンプ状態にする。そして、ここで説明したファ
イル操作を用いて前述のように主ファイル・システム１
１１を確立し直す。この時点で、ダンプ操作は終了す
る。好ましい実施例において、この操作に約１０秒を要
する。その間、ファイル・システム１０１は、他の用途
に使用することはできない。ファイル・サーバ５０３が
普通のファイル操作を続けている間、ファイル・サーバ
５０３内で動作中のダンプ・デモン・プロセスは、ダン
プ状態を示しているマップ・エントリ６０５によって表
されるすべてのディスク・ブロック５０９の内容をそれ
らに対応するＷＯＲＭブロック５１９に書き込む。１つ
のディスク・ブロック５０９の書込みが終わると、ＤＢ
Ｓ（ディスク・ブロック状態）フィールド６０９が、読
出し専用状態を示すように設定される。
【００５７】代わりの実施例として、ディスク・ブロッ
ク５０９に対する「旧スーパーブロック」という付加的
な状態があっても良い。このような実施例では、ダンプ
操作が始まると、主ファイル・システム１１１に対する
スーパーブロック２０３を収容しているディスク・ブロ
ック５０９は、新たなスーパーブロック２０３に対する
ディスク・ブロック５０９のアドレスがフリー・リスト
２０７から取り出されてスーパーブロック２０３へとコ
ピーされるまで、「旧スーパーブロック」状態に置かれ
る。その時、スーパーブロック２０３を含むディスク・
ブロック５０９は、ダンプ状態に置かれる。
ク５０９に対する「旧スーパーブロック」という付加的
な状態があっても良い。このような実施例では、ダンプ
操作が始まると、主ファイル・システム１１１に対する
スーパーブロック２０３を収容しているディスク・ブロ
ック５０９は、新たなスーパーブロック２０３に対する
ディスク・ブロック５０９のアドレスがフリー・リスト
２０７から取り出されてスーパーブロック２０３へとコ
ピーされるまで、「旧スーパーブロック」状態に置かれ
る。その時、スーパーブロック２０３を含むディスク・
ブロック５０９は、ダンプ状態に置かれる。
【００５８】ファイル・システム１０１の実施例は、磁
気ディスク装置およびＷＯＲＭ光ディスク装置を用いて
実施してあるが、ランダム・アクセス読み書き可能型記
憶装置およびランダム・アクセス追記型記憶装置を与え
る任意の装置を用いて実施することができる。さらに、
本発明の原理を利用する装置であれば、本明細書で開示
したものとは異なるファイル操作およびダンプ操作に対
するアルゴリズムを用いても実現することができる。
気ディスク装置およびＷＯＲＭ光ディスク装置を用いて
実施してあるが、ランダム・アクセス読み書き可能型記
憶装置およびランダム・アクセス追記型記憶装置を与え
る任意の装置を用いて実施することができる。さらに、
本発明の原理を利用する装置であれば、本明細書で開示
したものとは異なるファイル操作およびダンプ操作に対
するアルゴリズムを用いても実現することができる。
【００５９】尚、特許請求の範囲に記載した参照番号
は、発明の容易なる理解のためで、その技術的範囲を制
限するように解釈されるべきではない。
は、発明の容易なる理解のためで、その技術的範囲を制
限するように解釈されるべきではない。
【００６０】
【発明の効果】以上のように、本発明によれば、利用者
が必要とするときにバックアップを作ることができ、か
つその時に作られるバックアップは他のファイルと同様
に利用することができる。
が必要とするときにバックアップを作ることができ、か
つその時に作られるバックアップは他のファイルと同様
に利用することができる。
図面において、参照番号は２つの部分からなり、右の２
桁は１つの図面における番号であり、左の桁はその参照
番号によって示される項目が最初に現れる図面の番号で
ある。従って、参照番号１１７によって示される項目は
図１に最初に現れる。
桁は１つの図面における番号であり、左の桁はその参照
番号によって示される項目が最初に現れる図面の番号で
ある。従って、参照番号１１７によって示される項目は
図１に最初に現れる。
【図１】本発明のファイル・システムの概略図である。
【図２】本発明のファイル・システムの構成要素の線図
である。
である。
【図３】本発明のファイル・システムにおける主ファイ
ル・システムを変更する操作の線図である。
ル・システムを変更する操作の線図である。
【図４】本発明のファイル・システムのダンプ操作の線
図である。
図である。
【図５】本発明の好ましい実施例の概略図である。
【図６】大容量記憶装置５０７の下位構造の好ましい実
施例の概略図である。
施例の概略図である。
１０１ ファイル・システム １０３ ファイル・アドレス空間（ＦＡＳ） １０５ 記憶要素（ＳＥ） １０７ 記憶要素アドレス（ＳＥＡ） １１１ 主ファイル・システム １０９ ダンプ・ファイル・システム １１９ 位置情報ブロック １２１ ルート（ＲＯＯＴ） １２９ 共有要素ポインタ（ＳＥＰ） １２７ ルート・ポインタ（ＲＰ） １２５ ダンプ・ポインタ（ＤＰＳ） １２３ ネクスト・ポインタ（ＮＰ） ２０３ スーパーブロック（ＳＢ） ２１１ ダンプ・リスト（ＤＬ） ２０７ フリー・リスト（ＦＲＬ） ２０６ ダンプ・リスト・ポインタ（ＤＬＰ） ２０５ フリー・リスト・ポインタ（ＦＲＬＰ） ２１３ ダンプ・リスト・エントリ（ＤＬＥ） ２１５ ダンプ識別子（ＤＩＤ） ２１７ ダンプ・ポインタ ２０２ ファイル木構造 ２１９ ディレクトリ・ブロック（ＤＢ） ２２５ データ・ブロック（ＤＡＴＡ） ２２１ ファイル・エントリ（ＦＥ） ２２３ ディレクトリ・エントリ（ＤＥ） ２２９ データ・ポインタ ２１９ ディレクトリ・ブロック ２３１ ディレクトリ・ポインタ １２９ 共有要素ポインタ（ＳＥＰ） ５０３ ファイル・サーバ ５０７ ランダム・アクセス読み書き可能型大容量記憶
装置 ５１１ ランダム・アクセス追記型（ＷＯＲＭ）装置 ５０９ ディスク・ブロック（ＤＢ） ５１９ ＷＯＲＭブロック（ＷＢ） ５１６ ダンプ空間 ５０６ 読出し専用キャッシュ部 ５０８ Ｒ／Ｗ記憶部 ５１０ ダンプ記憶部 ６１１ 仮想メモリ ６０５ マップ・エントリ
装置 ５１１ ランダム・アクセス追記型（ＷＯＲＭ）装置 ５０９ ディスク・ブロック（ＤＢ） ５１９ ＷＯＲＭブロック（ＷＢ） ５１６ ダンプ空間 ５０６ 読出し専用キャッシュ部 ５０８ Ｒ／Ｗ記憶部 ５１０ ダンプ記憶部 ６１１ 仮想メモリ ６０５ マップ・エントリ
Claims (8)
- 【請求項１】 すべてのファイル操作が可能な主ファイ
ルシステム（１１１）と、既存のファイルに対する変更
が不可能な少なくとも１つのダンプファイルシステム
（１０９）とを有する、コンピュータで使用するための
ファイル管理システムにおいて、該ファイル管理システ
ムは、ファイルに関する操作を行うファイル操作手段
（５０３）を有し、該ファイル操作手段は、ダンプファ
イルシステムのファイルに対するファイル操作のうち既
存のファイルに対する変更を除くファイル操作と、主フ
ァイルシステムのファイルに対するファイル操作とを実
行し、 主ファイルシステムに属するファイルが格納されている
記憶要素は、主ファイルシステムおよびダンプファイル
システムによって共有されている記憶要素と、主ファイ
ルシステムのみによって使用されている記憶要素とを含
むことを特徴とするファイル管理システム。 - 【請求項２】 各ダンプファイルシステムは、所与の過
去の時点における主ファイルの状態を保持することを特
徴とする請求項１のファイル管理システム。 - 【請求項３】 ダンプファイルシステムの全内容が追記
型の記憶要素（５１９）に格納され、 主ファイルシステムに新たに書き込まれた内容が読み書
き可能型の記憶要素（５０９）に格納されることを特徴
とする請求項１のファイル管理システム。 - 【請求項４】 前記ファイル管理システムは、ファイル
に関する操作を行うファイル操作手段（５０３）をさら
に有し、該ファイル操作手段は、前記読み書き可能型の
記憶要素の内容を前記追記型の記憶要素に書き込むこと
によりダンプファイルシステムに属するファイルを追加
作成するダンプ操作を含むことを特徴とする請求項３の
ファイル管理システム。 - 【請求項５】 前記ダンプ操作によって、主ファイルシ
ステムの内容のすべてが、主ファイルシステムおよびダ
ンプファイルシステムによって共有される記憶要素に格
納されることを特徴とする請求項４のファイル管理シス
テム。 - 【請求項６】 前記読み書き可能型の記憶要素の内容
は、前記ダンプ操作の結果としてのみ、前記追記型の記
憶要素に書き込まれることを特徴とする請求項４のファ
イル管理システム。 - 【請求項７】 前記ファイル管理システムの利用者が前
記ダンプ操作の時期を決定することを特徴とする請求項
４のファイル管理システム。 - 【請求項８】 前記ファイル管理システムは、主ファイ
ルシステムに属する読み書き可能型の記憶要素を前記追
記型の記憶要素のうちの未書き込みの記憶要素に関係づ
ける手段をさらに有し、 前記ダンプ操作は、主ファイルシステムに属する読み書
き可能型の記憶要素を、前記追記型の記憶要素のうちの
関係づけられた未書き込みの記憶要素に書き込むことを
特徴とする請求項４のファイル管理システム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US55121890A | 1990-07-11 | 1990-07-11 | |
| US551218 | 1990-07-11 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04233639A JPH04233639A (ja) | 1992-08-21 |
| JP2719464B2 true JP2719464B2 (ja) | 1998-02-25 |
Family
ID=24200340
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3191253A Expired - Fee Related JP2719464B2 (ja) | 1990-07-11 | 1991-07-05 | ファイル管理システム |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
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| EP (1) | EP0466389B1 (ja) |
| JP (1) | JP2719464B2 (ja) |
| CA (1) | CA2045799C (ja) |
| DE (1) | DE69130312T2 (ja) |
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| US5692187A (en) * | 1995-02-14 | 1997-11-25 | General Magic | Shadow mechanism having masterblocks for a modifiable object oriented system |
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- 1991-07-05 JP JP3191253A patent/JP2719464B2/ja not_active Expired - Fee Related
-
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|---|
| 「情報処理学会第３３回（昭和６１年後期）全国大会講演論文集」 Ｐ．２００１−２００２ |
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