JP3171271B2

JP3171271B2 - ファイルロック管理方法

Info

Publication number: JP3171271B2
Application number: JP30167891A
Authority: JP
Inventors: 一欽鐘井
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1991-11-18
Filing date: 1991-11-18
Publication date: 2001-05-28
Anticipated expiration: 2016-05-28
Also published as: JPH05143433A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ネットワークステーシ
ョン上のマシン間におけるファイルロック管理方法に関
する。

【０００２】

【従来の技術】図１１は従来のファイルロック管理の説
明図、図１２はデッドロックの説明図である。

【０００３】図中、１はネットワーク、マシン１〜マシ
ン３はネットワークステーション上のマシン、α、βは
仮想ＤＡＳＤあるいはリアルＤＡＳＤを示す。従来、図
１１に示したように、ネットワークステーション上にお
ける各マシンには、ＤＡＳＤ（Direct Access Storage
Device)等のファイルが設けられていた。例えば、ネッ
トワーク１上にマシン１、マシン２、マシン３が接続さ
れていたとする。

【０００４】そして、マシン１には仮想ＤＡＳＤαとリ
アルＤＡＳＤβが設けてあり、マシン２にはリアルＤＡ
ＳＤαと仮想ＤＡＳＤβが設けられていたとする。この
場合、マシン１の仮想ＤＡＳＤαは、貸出元がマシン２
のリアルＤＡＳＤであり、マシン２の仮想ＤＡＳＤβ
は、貸出元がマシン１のリアルＤＡＳＤβである。

【０００５】前記のような構成のネットワークステーシ
ョン上におけるファイルロック管理は、単一のマシンで
しか行っていなかった。即ち、マシン１、マシン２等に
おいて仮想ＤＡＳＤ、あるいはリアルＤＡＳＤを使用す
る際、ロックしてから使用していた。

【０００６】この場合、各マシンでは、リアルＤＡＳＤ
であるか仮想ＤＡＳＤであるかの判別をすることなく
（判別する手段がなかったため）、そのまま自マシンの
ＤＡＳＤをロックしていた。従って、仮想ＤＡＳＤをロ
ックする場合でも、リアルＤＡＳＤとしてロックを行っ
ていた。

【０００７】このようなファイルロック管理では、仮想
ＤＡＳＤは全く意識することなくアクセスできるため、
例えばＤＡＳＤ貸出先、貸出元のマシンで同時にＤＡＳ
Ｄをアクセスしてしまうことがある。

【０００８】このため、従来、各マシン間でファイルロ
ック管理を行うことが提案されていた。このファイルロ
ック管理としては各マシンにおいて、使用するＤＡＳＤ
が仮想ＤＡＳＤであるか、あるいはリアルＤＡＳＤであ
るかを判別し、仮想ＤＡＳＤであった場合には、仮想Ｄ
ＡＳＤがあるマシンから、ＤＡＳＤを貸出している貸出
元マシンのリアルＤＡＳＤをロックするものである。

【０００９】即ち、使用するＤＡＳＤがリアルＤＡＳＤ
であれば自マシンでそのリアルＤＡＳＤをロックすれば
よいか、仮想ＤＡＳＤであれば、自マシンで仮想ＤＡＳ
Ｄのロックをした後、貸出先のリアルＤＡＳＤもロック
することにより、ファイルロック管理を行う。

【００１０】ところが、このようなファイルロック管理
を無秩序で行うと、図１２に示したようなデッドロック
状態となることがある。例えば図１２において、マシン
１で、あるプロセスが仮想ＤＡＳＤαを使用し、マシン
２で、あるプロセスが仮想ＤＡＳＤβを使用する場合を
考える。

【００１１】この場合、マシン１では、自マシンの仮想
ＤＡＳＤαをロックした後、貸出先であるマシン２のリ
アルファイルαもロックする。またマシン２では、自マ
シンの仮想ＤＡＳＤβをロックした後、貸出先であるマ
シン１のリアルＤＡＳＤβもロックする。この状態でマ
シン１のリアルＤＡＳＤβとマシン２のリアルＤＡＳＤ
αが使用中となる。

【００１２】次に、前記の状態で、マシン１及びマシン
２の別のプロセスがリアルＤＡＳＤβ、リアルＤＡＳＤ
αを使用する場合をえる。この場合、マシン１ではリア
ルＤＡＳＤβをロックしようとするが、使用中であるた
めロックできず「待ち」の状態となる。またマシン２で
はリアルＤＡＳＤαをロックしようとするが使用中であ
るためロックできず「待ち」の状態となる。

【００１３】このように、マシン１、マシン２でプロセ
スが永久に「待ち」の状態となり、デッドロック状態と
なってしまう。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】上記のような従来のも
のにおいては、次のような課題があった。 (1) ネットワークステーション上の各マシンで、ファイ
ルを使用する際、仮想ファイルかリアルファイルかの判
別をすることなく、単一のマシンでのみファイルロック
管理を行った場合には、ファイルの貸出先と貸出元の両
方でファイルのアクセスをしてしまうことがある。

【００１５】即ち、仮想ファイルを使用する際に、仮想
ファイルでもリアルファイルとしてロックを行うため、
仮想ファイルの貸出元のリアルファイルをロックしてい
ない。このため、前記のように、ファイルの貸出元と貸
出先で同時にアクセスしてしまうことがある。このよう
な場合には両方のマシンで正常な処理ができなくなる。

【００１６】(2) 従来のネットワークステーション上の
各マシン間でファイルロック管理を行うことも提案され
ていたが、ファイルのロック処理を無秩序に行うと、デ
ッドロック状態が発生し、２つ以上のプロセスが永久に
「待ち」の状態になることがある。

【００１７】このような場合には、前記「待ち」の状態
になったプロセスは、その後の処理ができなくなり、各
マシンでの処理効率が悪くなる。本発明は、このような
従来の課題を解決し、ネットワークステーション上のマ
シン間でファイルロック管理ができるようにすると共
に、デッドロック状態が発生しないようにして、各プロ
セスの処理効率を改善することを目的とする。

【００１８】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理図で
あり、図中、１はネットワーク、２はメッセージ受信
部、３Ａはファイル判定部、４はメッセージ送信部、５
Ａは自ファイルロック処理部、６−１、６−２はマウン
トファイル、８は処理権判定部を示す。

【００１９】本発明は、上記の課題を解決するため、次
のように構成した。（１）：ネットワークステーション上に、リアルファイ
ルと、前記ネットワークステーション上の他のマシンを
貸し出し元とした仮想ファイルを有するマシンが複数接
続され、前記複数のマシン１、２、３間でファイルのロ
ック管理を行うファイルロック管理方法であって、前記
各マシンのファイルシステムの情報から自マシンに登録
されている仮想ファイル、あるいはリアルファイルの識
別を行い、前記識別結果に基づいて、ファイルをロック
するプロセスを、第１のプロセスと第２のプロセスとに
分割し、互いに独立して処理を行うと共に、前記第１の
プロセスは、メッセージを受信する処理と、受信したメ
ッセージに含まれている前記情報に基づいて、仮想ファ
イルかリアルファイルかを識別する処理と、仮想ファイ
ルであった場合に、自マシン内の第２のプロセスにメッ
セージを送信する処理と、リアルファイルであった場合
に自マシン内のファイルをロックする処理とを行い、前
記第２のプロセスは、メッセージを受信する処理と、受
信したメッセージを他マシンのプロセスへ送信する処理
を行うようにした。

【００２０】（２）：前記（１）において、前記各マシ
ンのファイルシステムの情報は、前記各マシンのファイ
ルシステムをマウントした際に作成されたマウントファ
イル６から取得したマウント情報であり、このマウント
情報から自マシンに登録されている仮想ファイル、或い
はリアルファイルの識別を行うと共に、前記第１のプロ
セスは、受信したメッセージに含まれている前記マウン
ト情報に基づいて、仮想ファイルかリアルファイルかを
識別する処理を行うようにした。

【００２１】（３）：前記（１）又は（２）において、
ネットワークステーション上の複数のマシンの内、いず
れか１台のマシン（例えば、マシン３）を選定し、この
マシン３のプロセスＣにファイルロック順序を決定する
ファイルロック処理権を与えておき、他のマシン１、２
では、ファイルロックを行う際、ファイルロック処理権
を有するマシン３のプロセスＣに対し、ファイルロック
処理権の取得要求を出し、前記処理権が取得できた場合
に、ファイルのロックを行うようにした。

【００２２】

【００２３】

【作用】上記構成に基づく本発明の作用を、図１を参照
しながら説明する。ネットワーク１に接続されたマシン
１、２、３等の間でファイルロック管理を行う際、各マ
シン内のファイルに格納されているマウント情報を用い
て、仮想ファイルかリアルファイルかを識別する。

【００２４】このマウント情報は、他マシンにより、フ
ァイルシステムをマウントした場合に作成される情報で
あり、仮想ファイルαとリアルファイルαとに格納され
ている。このマウント情報は、各マシンのアプリケーシ
ョンプログラムにより抽出され、ファイルをロックする
際、プロセスＡにメッセージとして渡す。

【００２５】プロセスＡではメッセージ受信部２により
受信した後、ファイル判定部３Ａでリアルファイルか仮
想ファイルかを判定する。その後、メッセージ送信部４
では、仮想ファイルであった場合、自マシン内の別のプ
ロセスＢにメッセージを送り、その後の他マシンへの送
信処理を依頼する。

【００２６】また、リアルファイルであった場合には、
自マシン内の自ファイルロック処理部５Ａにより、メッ
セージに基づいて自マシン内のファイルαをロックす
る。プロセスＢでは、メッセージ受信部２により前記プ
ロセスＡからのメッセージを受信すると、メッセージ送
信部４から他マシンのプロセスＡにメッセージを送信す
る。

【００２７】前記他マシンでメッセージを受信すると、
自ファイルロック処理部５Ａによりファイルをロックす
る。このようにすれば、ファイルシステムをマウントし
た際のマウント情報を用いて、仮想ファイルかリアルフ
ァイルかの識別を簡単に行うことができる。

【００２８】また、プロセスＡとプロセスＢを別々の処
理としたので、効率良く処理ができる。例えば仮想ファ
イルの場合、自マシンのファイルのロックと、貸出元の
リアルファイルのロックとが必要であるが、これらの処
理をプロセスＡとプロセスＢで分割して処理しているた
め、プロセスＡでは、プロセスＢへメッセージを送信し
た後は、別の処理を行うことができる。

【００２９】従って、このような分割処理を行うことに
より、極めて効率の良い処理ができることになる。ま
た、マシン３のプロセスＣにファイルのロック処理権を
与えておき、マシン１、マシン２等でファイルのロック
を行う際、前記プロセス３に要求を出し、ファイルロッ
ク処理権を取得してから自マシン内のファイルロック処
理を行うようにすれば、デッドロック状態は発生せず、
この面でも効率の良い処理が可能となる。

【００３０】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面に基づいて説明
する。（第１実施例の説明）図２〜図６は、本発明の第１実施
例を示した図であり、図２はネットワークステーション
上のマシンの構成図、図３はマウント情報の説明図、図
４はプロセスＡの処理フローチャート、図５はプロセス
Ｂの処理フローチャート、図６はファイルロック管理の
説明図である。

【００３１】図中、図１と同符号は同一のものを示す。
また、３はＤＡＳＤ判定部、５はＤＡＳＤロック処理部
を示す。第１実施例におけるネットワークステーション
上のマシンは、図２のように構成されている。図示のよ
うに、ネットワーク１上にはマシン１、マシン２、マシ
ン３が接続され、互いにネットワークを介して通信がで
きるように構成されている。

【００３２】各マシンの内、例えばマシン１にはファイ
ルとして、仮想ＤＡＳＤ（Direct Access Storage Devi
ce) αとリアルＤＡＳＤβが設けてあり、マシン２には
ファイルとして、リアルＤＡＳＤαと仮想ＤＡＳＤβと
が設けてある。

【００３３】前記リアルＤＡＳＤαは仮想ＤＡＳＤαの
貸出元であり、リアルＤＡＳＤβは仮想ＤＡＳＤβの貸
出元である。また、マシン１、マシン２にはプロセスＡ
とプロセスＢとが設けてある（図ではマシン２のプロセ
スＢは図示省略してある。なお、マシン３にもマシン
１、マシン２と同様なＤＡＳＤやプロセスが設けてある
が図示省略してある。

【００３４】前記プロセスＡには、メッセージ受信部
２、ＤＡＳＤ判定部３、メッセージ送信部４、自ＤＡＳ
Ｄロック処理部５が設けてあり、プロセスＢにはメッセ
ージ受信部２とメッセージ送信部４とが設けてある。

【００３５】前記のリアルＤＡＳＤ、仮想ＤＡＳＤに
は、それぞれマウント情報を格納したマウントファイル
が格納してあり、その１例を図３に示す。図３ＡはＤＡ
ＳＤ貸出元マシンのリアルＤＡＳＤ内に格納されている
マウントファイル例、図３ＢはＤＡＳＤ貸出先マシンの
仮想ＤＡＳＤ内に格納されているマウントファイル例で
ある。

【００３６】また、図３ＣはプロセスＡで取得したマウ
ント情報の例である。このようなマウント情報は、仮想
ＤＡＳＤを作る際に、各ＤＡＳＤ内にマウント情報とし
て格納しておくものであり、本実施例ではこのマウント
情報を用いてファイルロック管理を行う。

【００３７】図３Ａ、図３Ｂのマウント情報の内、は
リアルＤＡＳＤか仮想ＤＡＳＤであるかを識別する情報
である。仮想ＤＡＳＤの場合は「ｎｆｓ」という文字列
で定義されており、リアルＤＡＳＤの場合は「４、２」
のようになっている。従って、の情報が「ｎｆｓ」か
否かを判別すれば仮想ＤＡＳＤかリアルＤＡＳＤかを判
別できる。

【００３８】また、の情報は貸出先のディレクトリで
あり、このディレクトリ先をロックする場合、貸出元の
リアルＤＡＳＤをロックする必要がある。更にの情報
はリアルＤＡＳＤが存在する貸出元のマシン及びファイ
ルシステム先である。

【００３９】前記のマウント情報をプロセスＡで取得し
た場合図３Ｃの結果が得られる。この例では、図３Ａ、
図３Ｂの上側の１行の情報からは、ファイルシステム貸
出元マシン名が「machine １」、ファイルシステム貸出
元ファイルシステム名が「／usr ／library 」、ファイ
ルシステム貸出先ディレクトリ名が「／usr ／library
」であることがわかる。

【００４０】また、下側の１行の情報からは、ファイル
システム貸出元マシン名が「machine ２」、ファイルシ
ステム貸出元ファイルシステム名が「／usr ／test」、
ファイルシステム貸出先ディレクトリ名が「／usr ／te
st」であることがわかる。

【００４１】次に、前記プロセスＡ、プロセスＢの処理
を、図４、図５の各処理フローチャートに基づいて説明
する。なお、図４、図５の各処理番号はカッコ内に示
す。プロセスＡでは、先ずメッセージ受信部２によりメ
ッセージの受信処理を行う（Ｓ１）。このメッセージ
は、例えば自マシン内のアプリケーションプログラムか
らのロックするＤＡＳＤのメッセージである。

【００４２】この場合、メッセージは、前記のマウント
情報の内、ロックするＤＡＳＤのディレクトリ名または
パス名等を含んだものである。次に、ＤＡＳＤ判定部３
では、前記の受信したメッセージの内容に従って、リア
ルＤＡＳＤか、仮想ＤＡＳＤかの判定を行う（Ｓ２）。
前記判定の結果、仮想ＤＡＳＤであれば（Ｓ３）、メッ
セージ送信部４により、自マシン内のプロセスＢにメッ
セージを送信する（Ｓ４）が、リアルＤＡＳＤであれば
この処理は行わない。

【００４３】この場合のメッセージは、リアルＤＡＳＤ
αがあるマシン２のマシン名、及びパス名を含んだ情報
である。その後、自ＤＡＳＤロック処理部５により、マ
シン１内の仮想ＤＡＳＤαをロックして（Ｓ５）処理を
終了する。プロセスＡでは、メッセージを受信する毎
に、以上の処理を行ってファイルロック処理を行う。

【００４４】プロセスＡの処理とは別に、プロセスＢで
は、図５のように処理を行う。マシン１内のプロセスＡ
から送信された前記のメッセージは、プロセスＢ内のメ
ッセージ受信部２によって受信処理される（Ｓ１１）。
その後、受信したメッセージに基づき、メッセージ送信
部４が、リアルＤＡＳＤ（この場合はリアルＤＡＳＤ
α）のあるマシン２のプロセスＡに対し、メッセージを
送信する（Ｓ１２）。

【００４５】次に、第１実施例におけるファイルロック
管理方法を図６に基づいて説明する。この例では、マシ
ン１内のアプリケーションプログラムからＤＡＳＤαを
ロックするメッセージが出された場合について説明す
る。先ず、マシン１内のアプリケーションプログラムか
ら出されたメッセージは、プロセスＡのメッセージ受信
部２で受信する。

【００４６】その後、プロセスＡ内のＤＡＳＤ判定部３
では、受信したメッセージ（前記マウント情報を含んだ
メッセージ）をもとに、仮想ＤＡＳＤかリアルＤＡＳＤ
かの判定を行う。その結果、仮想ＤＡＳＤであれば（こ
の例では仮想ＤＡＳＤ）自ＤＡＳＤロック処理部５によ
り、自マシン１内の仮想ＤＡＳＤαをロックする。

【００４７】この処理とは別に、仮想ＤＡＳＤである
と、その貸出元のＤＡＳＤであるマシン２内のリアルＤ
ＡＳＤαをロックするために、マシン１内のプロセスＡ
のメッセージ送信部４から、プロセスＢに対してメッセ
ージを送信する。

【００４８】プロセスＡから送信された前記メッセージ
は、プロセスＢのメッセージ受信部２で受信された後、
メッセージ送信部４から、マシン２のプロセスＡにメッ
セージ通信でメッセージを送信する。

【００４９】このメッセージは、マシン２内のプロセス
Ａで受信した後、自ＤＡＳＤ処理部５がマシン２内のリ
アルＤＡＳＤαをロックする。このように、マシン１の
アプリケーションプログラムから仮想ＤＡＳＤのロック
を指示するメッセージを出せば、マシン１内のプロセス
Ａが自マシン内の仮想ＤＡＳＤαをロックすると共に、
仮想ＤＡＳＤαの貸出元のリアルＤＡＳＤ（マシン２内
のリアルＤＡＳＤα）は、マシン１内のプロセスＡ→マ
シン１内のプロセスＢ→マシン２内のプロセスＡの経路
でメッセージが伝達され、マシン２のプロセスＡによっ
てロックされる。

【００５０】（第２実施例の説明）図７〜図９は、本発
明の第２実施例を示した図であり、図７はネットワーク
ステーション上のマシンの構成図、図８はプロセスＣの
処理フローチャート、図９はファイルロック管理の説明
図、図１０はファイルロック管理のタイムチャートであ
る。

【００５１】図中、図１、図２と同符号は同一のものを
示す。また、９は処理権送信部を示す。第２実施例は、
ネットワークステーション上にロック処理権を与える共
通のマシンを設けてファイルロック管理を行う例であ
り、マシンの構成を図７に示す。

【００５２】図７に示したように、ネットワーク１に
は、マシン１、マシン２、マシン３が接続されており、
これらのマシン間で互いに通信ができるように構成され
ている。これらのマシンの内、例えばマシン３を選定
し、ファイルのロック処理権を与える共通のマシンとす
る。

【００５３】そして、マシン３には、メッセージ受信部
２、処理権判定部８、処理権送信部９から成るプロセス
Ｃを設けておく。なお、マシン１、マシン２の構成は、
図２と同じである。

【００５４】次に、マシン３におけるプロセスＣの処理
を図８の処理フローチャートに基づいて説明する。な
お、図８の各処理番号はカッコ内に示す。先ず、プロセ
スＣ内のメッセージ受信部２では、メッセージの受信処
理を行う（Ｓ２１）が、この場合は処理権を依頼したマ
シン名と、要求したアプリケーションの管理番号（通称
「プロセス番号」と呼ぶ）及びロック処理権を取得する
のか、解除するかを含むメッセージ（マシン１、マシン
２等から送信したメッセージ）を受信処理する。

【００５５】その後、処理権判定部８により、各マシン
からの要求に応じてファイルロックの処理権を判定する
（Ｓ２２）。この場合、例えばメッセージ受信部２で受
信したメッセージ順にテーブル（例えば処理権判定用テ
ーブル）を作成し、リンク付けしていく。

【００５６】そしてテーブルの先頭のマシンに対してフ
ァイルのロック処理権を与える。ロック処理権の解除
は、テーブルの先頭を削除し、次にロック処理権を要求
したマシンに対しロック処理権を与える。

【００５７】その後、処理権送信部９により送信処理を
行う（Ｓ２３）。この処理では、ロック処理権を取得し
たマシンに対し、通知を行う。以下、図９、図１０に基
づいて、第２実施例のファイルロック管理の例を説明す
る。なお図の〜は、処理の手順を示す。

【００５８】この例ではマシン１のプロセスとマシン２
のプロセスがＤＡＳＤαとＤＡＳＤβのロックを要求し
た場合の例である。で、マシン１、マシン２の各アプ
リケーションプログラムからファイル（この例では全て
ＤＡＳＤ）の処理権を取得要求する。

【００５９】この要求に対し、マシン１、マシン２のプ
ロセスでは、でマシン３のプロセスＣに対し、処理権
取得要求を出す。この時マシン３のプロセスＣでは、メ
ッセージ受信部２が前記マシン１、マシン２からの要求
メッセージを受信し、処理権判定部８で判定を行う。

【００６０】その結果、処理権を取得したマシンに対
し、処理権処理部９から該当するマシンに対してメッセ
ージを送信する。この場合で、マシン１がマシン２よ
りも早く処理権を取得したとする。

【００６１】処理権を先に取得したマシン１ではで、
自マシン内の仮想ＤＡＳＤαをロックし、続いて仮想Ｄ
ＡＳＤαの貸出元であるマシン２内のリアルＤＡＳＤα
をロックする。これらのロック処理は第１実施例のよう
にして行うため、説明を省略する。

【００６２】次にマシン１ではで、自マシン内のリア
ルＤＡＳＤβをロックする。この状態で仮想ＤＡＳＤ
α、リアルＤＡＳＤα、リアルＤＡＳＤβが使用中とな
る。この処理が終了すると、マシン１のプロセスでは、
で、マシン３に対し、処理権解除の要求を出す。

【００６３】マシン３では、この要求を受信して処理を
行うと、待ちの状態となっていたマシン２からの要求に
対し、ファイルロック処理権を与える。即ちマシン２
は、でファイルロック処理権を取得する。

【００６４】このため、マシン２のプロセスでは、
でリアルＤＡＳＤβ、リアルＤＡＳＤαをロックしに行
くが既にロック済みのためファイルロックができない。
従って、従来のようなデッドロック状態は発生しない。

【００６５】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば次
のような効果がある。 (1) システムにより作成されたマウントファイルを利用
することにより、簡単で瞬時の判定で、ファイルがリア
ルファイルか仮想ファイルかを判断できる。また、リア
ルファイルのマシン名や、ロックするファイル先のパス
名を取得できるため、処理が効率よくできる。

【００６６】(2) プロセスをプロセスＡとプロセスＢと
に２分化することにより、各プロセスの負担を軽くする
ことができる。このため効率のよい処理ができシステム
の性能が向上する。

【００６７】(3) 特定のマシンにファイルロック処理権
を与えることにより、マシン−マシン間で起こるデッド
ロックを防止できる。従ってこの点でも効率の良い処理
ができ、システムの性能が向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理図である。

【図２】本発明の第１実施例におけるネットワークステ
ーション上のマシンの構成図である。

【図３】マウント情報の説明図である。

【図４】プロセスＡの処理フローチャートである。

【図５】プロセスＢの処理フローチャートである。

【図６】第１実施例におけるファイルロック管理の説明
図である。

【図７】第２実施例におけるネットワークステーション
上のマシンの構成図である。

【図８】プロセスＣの処理フローチャートである。

【図９】第２実施例におけるファイルロック管理の説明
図である。

【図１０】第２実施例におけるファイルロック管理のタ
イムチャートである。

【図１１】従来のファイルロック管理の説明図である。

【図１２】デッドロックの説明図である。

【符号の説明】

１ネットワーク２メッセージ受信部３ＤＡＳＤ判定部４メッセージ送信部５自ＤＡＳＤロック処理部６−１、６−２マウントファイル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開平１−207845（ＪＰ，Ａ) 特開昭63−204437（ＪＰ，Ａ) インターフェース、Ｎｏ．127（1987 年12月号）、ＣＱ出版社，ｐ．248−253 情報処理、４［28］（1987），ｐ. 387−394

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】ネットワークステーション上に、リアルフ
ァイルと、前記ネットワークステーション上の他のマシ
ンを貸し出し元とした仮想ファイルを有するマシンが複
数接続され、前記複数のマシン（１、２、３）間でファ
イルのロック管理を行うファイルロック管理方法であっ
て、前記各マシンのファイルシステムの情報から自マシンに
登録されている仮想ファイル、あるいはリアルファイル
の識別を行い、前記識別結果に基づいて、ファイルをロックするプロセ
スを、第１のプロセスと第２のプロセスとに分割し、互
いに独立して処理を行うと共に、前記第１のプロセスは、メッセージを受信する処理と、
受信したメッセージに含まれている前記情報に基づい
て、仮想ファイルかリアルファイルかを識別する処理
と、仮想ファイルであった場合に、自マシン内の第２の
プロセスにメッセージを送信する処理と、リアルファイ
ルであった場合に自マシン内のファイルをロックする処
理とを行い、前記第２のプロセスは、メッセージを受信する処理と、
受信したメッセージを他マシンのプロセスへ送信する処
理を行うことを特徴としたファイルロック管理方法。
【請求項２】前記各マシンのファイルシステムの情報
は、前記各マシンのファイルシステムをマウントした際
に作成されたマウントファイル（６）から取得したマウ
ント情報であり、このマウント情報から自マシンに登録されている仮想フ
ァイル、或いはリアルファイルの識別を行うと共に、前記第１のプロセスは、受信したメッセージに含まれて
いる前記マウント情報に基づいて、仮想ファイルかリア
ルファイルかを識別する処理を行うことを特徴とする請
求項１記載のファイルロック管理方法。
【請求項３】前記ネットワークステーション上の複数の
マシンの内、いずれか１台のマシン（３）を選定し、こ
のマシン（３）のプロセス（Ｃ）にファイルロック順序
を決定するファイルロック処理権を与えておき、他のマシン（１、２）では、ファイルロックを行う際、ファイルロック処理権を有するマシン（３）のプロセス
（Ｃ）に対し、ファイルロック処理権の取得要求を出
し、前記処理権が取得できた場合に、ファイルのロックを行
うようにしたことを特徴とする請求項１又は２記載のフ
ァイルロック管理方法。