JPH04148225A - ファイルアクセス制御方式および装置 - Google Patents
ファイルアクセス制御方式および装置Info
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- JPH04148225A JPH04148225A JP2270226A JP27022690A JPH04148225A JP H04148225 A JPH04148225 A JP H04148225A JP 2270226 A JP2270226 A JP 2270226A JP 27022690 A JP27022690 A JP 27022690A JP H04148225 A JPH04148225 A JP H04148225A
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- 239000000126 substance Substances 0.000 claims 1
- 230000006854 communication Effects 0.000 abstract description 16
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
本発明は、ファイルアクセス制御方式および装置に関し
、さらに詳しくは、ファイルアクセスの発生前にファイ
ル内容をキヤ・ソシュメモリにロードすることにより第
１回目のファイルアクセスから高速アクセスを可能とし
たファイルアクセス制御方式およびそのファイルアクセ
ス制御方式を実施するファイルアクセス制御装置に関す
る。
、さらに詳しくは、ファイルアクセスの発生前にファイ
ル内容をキヤ・ソシュメモリにロードすることにより第
１回目のファイルアクセスから高速アクセスを可能とし
たファイルアクセス制御方式およびそのファイルアクセ
ス制御方式を実施するファイルアクセス制御装置に関す
る。
メモリアクセスを高速化するための技術としてキャッシ
ュメモリの技術が知られている。その概要は次の通りで
ある。 メモリを、高速小容量のメモリ（キャッシュメモリ）と
、中低速大容量のメモリ（主記憶やディスク）の階層構
造とし、データは基本的に中低速大容量のメモリに記憶
する。データを読み出すための第１回目のアクセス要求
があると、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモ
リから読み出すが、この時に、そのデータの前後のデー
タも含めたデータ群（ブロック）を中低速大容量のメモ
リから高速小容量のメモリに複写しておく。データを読
み出すための第２回目のアクセス要求があると、そのデ
ータが高速小容量のメモリに複写されているか調べ、複
写されていれば、そこから読み出す。複写されていなけ
れば、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモリか
ら読み出し、その時に、そのデータを含むブロックを中
低速大容量のメモリから高速小容量のメモリに複写する
。 第３回目以後のアクセス要求があった時も同様である。 アクセス要求が発生したデータの近辺のデータに続いて
アクセス要求が発生する可能性が高いので、上記制御に
より高速小容量のメモリからデータを読み出す確率が高
くなり（すなわち、中低速大容量のメモリからデータを
読み出す回数が少なくなり）−全体として見るとメモリ
アクセスを高速化できるようになる。 このようなキャッシュメモリの技術については、例えば
「オペレーティングシステム／岩披講座ソフトウェア科
学」の４００頁〜４０６頁に記載されている。
ュメモリの技術が知られている。その概要は次の通りで
ある。 メモリを、高速小容量のメモリ（キャッシュメモリ）と
、中低速大容量のメモリ（主記憶やディスク）の階層構
造とし、データは基本的に中低速大容量のメモリに記憶
する。データを読み出すための第１回目のアクセス要求
があると、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモ
リから読み出すが、この時に、そのデータの前後のデー
タも含めたデータ群（ブロック）を中低速大容量のメモ
リから高速小容量のメモリに複写しておく。データを読
み出すための第２回目のアクセス要求があると、そのデ
ータが高速小容量のメモリに複写されているか調べ、複
写されていれば、そこから読み出す。複写されていなけ
れば、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモリか
ら読み出し、その時に、そのデータを含むブロックを中
低速大容量のメモリから高速小容量のメモリに複写する
。 第３回目以後のアクセス要求があった時も同様である。 アクセス要求が発生したデータの近辺のデータに続いて
アクセス要求が発生する可能性が高いので、上記制御に
より高速小容量のメモリからデータを読み出す確率が高
くなり（すなわち、中低速大容量のメモリからデータを
読み出す回数が少なくなり）−全体として見るとメモリ
アクセスを高速化できるようになる。 このようなキャッシュメモリの技術については、例えば
「オペレーティングシステム／岩披講座ソフトウェア科
学」の４００頁〜４０６頁に記載されている。
上記従来のキャッシュメモリの技術では、第１回目のメ
モリアクセスについては、そのアクセス要求が発生した
時に、ブロックを中低速大容量のメモリから高速小容量
のメモリに必ず複写するため、むしろアクセス時間が余
計にかかってしまう問題点がある。 そこで、本発明の目的は、第１回目のアクセスをも含め
てファイルアクセスを高速化することが出来るファイル
アクセス制御方式およびファイルアクセス制御装置を提
供することにある。
モリアクセスについては、そのアクセス要求が発生した
時に、ブロックを中低速大容量のメモリから高速小容量
のメモリに必ず複写するため、むしろアクセス時間が余
計にかかってしまう問題点がある。 そこで、本発明の目的は、第１回目のアクセスをも含め
てファイルアクセスを高速化することが出来るファイル
アクセス制御方式およびファイルアクセス制御装置を提
供することにある。
第１の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式を提供する。 第２の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式を提
供する。 第３の観点では、本発明は、階層ディレクトリ構造をも
ち且つカレントディレクトリの変更処理を有するファイ
ルシステムにおいて、カレントディレクトリの変更処理
要求が発生した後、変更後のカレントディレクトリ下の
ファイルに対してアクセスする処理要求が発生する前に
、前記カレントディレクトリの変更処理要求で指定され
た新たなカレントディレクトリ下の全部または一部のフ
ァイルの管理情報を、ファイル記憶手段からキャッシュ
メモリにロードすることを特徴とするファイルアクセス
制御方式を提供する。 第４の観点では、本発明は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段と、そのファイル記憶手段よりも高速
アクセス可能なキャッシュメモリと、そのキャッシュメ
モリに対する制御を行うキャッシュ制御手段とを有する
と共に、ファイルに対するアクセスを可能にする処理と
、ファイルに対してアクセスする処理とを別個に行うフ
ァイルアクセス制御装置において、ファイルに対してア
クセスする処理を実行する際にそのファイルのどの部分
がアクセスされたかのファイルアクセス履歴を記録する
ファイルアクセス履歴記憶手段と、ファイルに対するア
クセスを可能にする処理要求が発生した後、そのファイ
ルに対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記
ファイルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイ
ルの一部を、ファイル記憶手段がらキャッシュ制御手段
を介してキャッシュメモリにロードするプレロード手段
とを具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装
置を提供する。
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式を提供する。 第２の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式を提
供する。 第３の観点では、本発明は、階層ディレクトリ構造をも
ち且つカレントディレクトリの変更処理を有するファイ
ルシステムにおいて、カレントディレクトリの変更処理
要求が発生した後、変更後のカレントディレクトリ下の
ファイルに対してアクセスする処理要求が発生する前に
、前記カレントディレクトリの変更処理要求で指定され
た新たなカレントディレクトリ下の全部または一部のフ
ァイルの管理情報を、ファイル記憶手段からキャッシュ
メモリにロードすることを特徴とするファイルアクセス
制御方式を提供する。 第４の観点では、本発明は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段と、そのファイル記憶手段よりも高速
アクセス可能なキャッシュメモリと、そのキャッシュメ
モリに対する制御を行うキャッシュ制御手段とを有する
と共に、ファイルに対するアクセスを可能にする処理と
、ファイルに対してアクセスする処理とを別個に行うフ
ァイルアクセス制御装置において、ファイルに対してア
クセスする処理を実行する際にそのファイルのどの部分
がアクセスされたかのファイルアクセス履歴を記録する
ファイルアクセス履歴記憶手段と、ファイルに対するア
クセスを可能にする処理要求が発生した後、そのファイ
ルに対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記
ファイルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイ
ルの一部を、ファイル記憶手段がらキャッシュ制御手段
を介してキャッシュメモリにロードするプレロード手段
とを具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装
置を提供する。
上記第１の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第１回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に、キャッシュメモリにファイルの内容が複写され
ているので、第１回目のファイルへのアクセス処理でも
ヒツトする可能性があり、ファイルアクセスを高速化し
うる。 上記第２の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第１回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に行うキャッシュメモリへのファイノー内容の複写
を、ファイルのアクセス履歴に基づいて行うため、第１
回目のファイルへのアクセス処理でヒツトする確率が高
くなり、ファイルアクセスをより高速化しつる。 上記第３の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、カレントディレクトリの変更時に、次に必要に
なると推定されるファイル管理情報をキャッシュメモリ
に先読みするので、カレントディレクトリの変更後の第
１回目のファイルへのアクセスを高速化しうる。 上記第４の観点による本発明のファイルアクセス制御装
置は、上記第２の観点のファイルアクセス制御方式を好
適に実施しうる。
式では、第１回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に、キャッシュメモリにファイルの内容が複写され
ているので、第１回目のファイルへのアクセス処理でも
ヒツトする可能性があり、ファイルアクセスを高速化し
うる。 上記第２の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第１回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に行うキャッシュメモリへのファイノー内容の複写
を、ファイルのアクセス履歴に基づいて行うため、第１
回目のファイルへのアクセス処理でヒツトする確率が高
くなり、ファイルアクセスをより高速化しつる。 上記第３の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、カレントディレクトリの変更時に、次に必要に
なると推定されるファイル管理情報をキャッシュメモリ
に先読みするので、カレントディレクトリの変更後の第
１回目のファイルへのアクセスを高速化しうる。 上記第４の観点による本発明のファイルアクセス制御装
置は、上記第２の観点のファイルアクセス制御方式を好
適に実施しうる。
以下、本発明の実施例を図面を参照して説明する。なお
、これにより本発明が限定されるものではない。 第１図は、本発明の第１実施例のファイルアクセス制御
装置を含む計算機システムの構成図である。 ワークステーション１２０は、ＣＰＵ１２１と。 主記憶１２２と１通信制弾装ｆｔ１２３とを含み、通信
線１３０を介してファイルサーバ１１０とっながってい
る。 ファイルサーバ１１０は、ＣＰＵＩＩＩと、主記憶１１
２と、キャッシュ制御装置１１３と、キャッシュメモリ
１１４と、ディスク装置１１５と。 キャッシュ制御袋！１１６と、キャッシュメモリ１１７
と、ディスク装置１１８と１通信ｆ８１１ｍ装置１１９
とを含んでいる。 前記ディスク装置１１５は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段である。ファイルの実体は、第２図に
示すように、複数のブロックに分けて管理されている。 前記ディスク装Ｗ１１１８は、ファイルへのアクセス履
歴を格納するファイルアクセス履歴記憶手段である。フ
ァイルアクセス履歴は、第３図に示すように、あるアプ
リケーションプログラムがアクセスした各ファイルにつ
いて、アクセスしたブロック順を記録したものである。 第４図（ａ ）（ｂ ）はワークステーション１２０の
Ｏ８（オペレーティングシステム）におけるファイル処
理関係部分の処理の流れ図である。（ａ）の処理は、ア
プリケーションプログラムからのＯＳコールにより起動
される。（ｂ）の処理は、割込要求の発生により起動さ
れる。なお、説明の都合上、Ｏ８としてＵＮＩＸライク
なシステムを想定する。 ステップ２１１では、アプリケーションプログラムから
Ｏ８への処理要求がファイルサーバ１１０への処理要求
であるか否かを判定する。ファイルサーバ１１０への処
理要求であれば、ステップ２１２へ進む。ファイルサー
バ１１０への処理要求でなければ、ステップ２１４へ進
む。 ステップ２１２では、ファイルサーバ１１０への命令、
データを、通信手段１２３１通信線１３０、通信手段１
１９を介して、ファイルサーバ１１０へ転送する。 ステップ２１３では、ファイルサーバ１１０からの割込
要求を待つ状態とする。 一方、ステップ２１４では、要求された処理を行う。 そして、他の処理に移行する。 ステップ２２１では、割込要求がファイルサーバ１１０
からのものか判定する。ファイルサーバ１１０からの割
込要求なら、ステップ２２２へ進む。ファイルサーバ１
１０以外からの割込要求なら、ステップ２２４へ進む。 ステップ２２２では、ファイルサーバ１１０からデータ
を受信し、アプリケーションプログラムに転送する。 ステップ２２３では、ファイルサーバ１１０からの割込
要求を待つ状態を解除する。 一方、ステップ２２４では、要求された割込処理を行う
。 そして、他の処理に移行する。 第５図は、ファイルサーバ１１０における処理の構成図
である。 すなわち、ファイルサーバ１１０における処理は、通信
処理４１と、命令受付処理４２と、処理本体４３と、デ
ィスクアクセス処理４４と、終了通知処理４５とから構
成されている。 通信処理４１は、ワークステーション１２０との通信を
司っている。 命令受付処理４２は、通信処理４１から命令。 データを受は取り、処理プロセスを生成して、キュー４
６の処理要求キュー４６ａにつなぐ。キュー４６につい
ては後で詳しく説明する。 処理本体４３は、キュー４６の処理要求キュー４６ａか
ら処理プロセスを顧に取り出し、ディスクアクセス処理
４４を介して処理を実行する。また、処理の実行結果を
ディスクアクセス処理４４から受取り、終了通知処理４
５に渡す。 さらに、処理プロセスがファイルのｏｐｅｎ処理のとき
は、そのｏｐｅｎ処理要求を出したアプリケーションプ
ログラムとｏｐｅｎ対象のファイルとに対応するファイ
ルアクセス履歴を参照し、記録されているブロックをプ
レロードする（ ｒｅａｄ処理やｗｒｉｔｅ処理の要求
が発生する前にキャッシュメモリ１１４にロードしてお
くことをプレロードと呼ぶ）ために、プレロードプロセ
スを生成して、キュー４６のプレロード要求キュー４６
ｂにつなぐ。 さらにまた、キュー４６のプレロードキュー４６ｂから
プレロードプロセスを順に取り出し、プレロードする。 この処理本体４３については、第７図を参照して、後で
さらに詳しく説明する。 ディスクアクセス処理４４は、キャッシュ制御装置１１
３，１１６を介して、キャッシュメモリ１１４、ディス
ク装置１１５．キャッシュメモリ１１７、ディスク装置
１１８に対してアクセスを行う。 終了通知処理４５は、処理本体４３から処理の実行結果
を受取り、通信処理４１を介して、ワークステーション
１２０に終了を通知する（割込要求を出す）。 第６図は、キュー４６の構造を示す概念図である。 キュー４６は、処理要求キュー４６ａと、プレロード要
求キュー４６ｂとからなる。 処理要求キュー４６ａは、ワークステーション１２０か
らの処理要求の処理プロセスをＦＩＦＯ方式でキューイ
ングしている。処理プロセスは、ワークステーション１
２０からの命令、データ。 −求プロセスＩＤを含んでいる。 プレロード要求キュー４６ｂは、プレロードプロセスを
ＦＩＬＯ方式でキューイングしている。 プレロードプロセスは、プレロード対象のファイルのフ
ァイルディスクリブタ（ファイルの状態を記録したテー
ブルであって、ファイルのｏｐｅｎからｃｌｏｓｅまで
存在する）と、プレロード対象のブロック番号をつない
だブロックキューの先頭を指すキューヘッダとを含んで
いる。 第７図は、処理本体４３の処理の流れ図である。 ステップ６０１では、初期処理を行う。 ステップ６０２では、処理要求キュー４６ａに処理プロ
セスがあるか判定する。処理プロセスがあれば、ステッ
プ６２０に進む。処理プロセスがなければ、ステップ６
１０に進む。 ステップ６１０では、プレロードキュー４６ｂにプレロ
ードプロセスがあるか判定する。プレロードプロセスが
あれば、ステップ６１１に進む。 プレロードプロセスがなければ、前記ステップ６０２に
戻る。 システムの立上がり時は、キュー４６は空であり、前記
ステップ６０２と６１０とを繰り返している。ファイル
のｏｐｅｎ処理要求が発生すると、ステップ６０２から
ステップ６２０に進む。 ステップ６２０では、処理要求キュー４６ａから処理プ
ロセスを取り出す。 ステップ６２１では、ｏｐｅｎ処理か否かを判定する。 ｏｐｅｎ処理なら、ステップ６３１に進む。 ｏｐｅｎ処理でないなら、ステップ６２２に進む。 最初はｏｐｅｎ処理であり、ステップ６３１に進む。 ステップ６３１では、ｏｐｅｎ処理を行う。すなわち、
０ｐｅｎ対象のファイルのファイルディスクリブタを生
成し、ファイル内のブロック番号をディスク内のブロッ
ク番号に変換するテーブル（いわゆるｉノード）を読み
込み、ファイルディスクリブタの番号を、終了通知処理
４５および通信処理４１を介して、ワークステーション
１２０に通知する。 ステップ６３２では、キャッシュ制御機構１１６を介し
てキャッシュメモリ１１７またはディスク装置１１８に
アクセスして、ｏｐｅｎ処理要求を出したアプリケーシ
ョンプログラムとｏｐｅｎ対象のファイルとに対応する
ファイルアクセス履歴を読み出す。例えば、アプリケー
ションＡでのファイルａに対する。ｐｅｎ処理の場合、
第３図に示すように、＃１．＃３．＃２．＃４の順（こ
れは過去におけるアプリケーションＡでのファイルａに
対するアクセスの順である）でブロック番号が読み出さ
れる。この読み出したブロック番号の順序のブロックキ
ューを作り、その先頭を指すキューヘッダをファイルデ
ィスクリブタに結合し、プレロードプロセスとする。そ
のプレロードプロセスをＦＩＬＯ方式でプレロード要求
キュー４６ｂにキューイングする。そして、前記ステッ
プ６０２に戻る。 ステップ６０２に戻って、処理要求キュー４６ａに処理
プロセスがなければ、ステップ６１０に進むが、今度は
プレロード要求キュー４６ｂにプレロードプロセスがあ
るので、ステップ６１１に進む。 ステップ６１１では、プレロード処理を行う。 すなわち、キャッシュ制御装置１１３を介してディスク
装置１１５にアクセスし、プレロードプロセスが指すフ
ァイルのブロックを読み出して、キャッシュメモリ１１
４にロードする。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｒｅａｄ処理要求が発生すると、ステップ
６０２→ステツプ６２０→ステツプ６２１→ステツプ６
２２と進む。 ステップ６２２では、ｒｅａｄ処理か否かを判定する。 ｒｅａｄ処理なら、ステップ６４１に進む。 ｒｅａｄ処理でないなら、ステップ６２３に進む。 今はｒｅａｄ処理であり、ステップ６４１に進む。 ステップ６４１では、ｒｅａｄ処理を行う。すなわち、
ｒｅａｄ対象のデータをキャッシュ制御機構１１３を介
して読み込み、終了通知処理４５および通信処理４１を
介して、そのデータをワークステーション１２０に伝え
る。このとき、ｒｅａｄ対象のデータは、既にキャッシ
ュメモリ１１４にプレロードされているブロックに含ま
れる確率が高いから（この確率を高くするように過去の
ファイルアクセス履歴を参照して前記ステップ６１１で
プレロードした）から、第１回目のｒｅａｄ処理でも高
速アクセスが可能となる。もし、ｒｅａｄ対象のデータ
が未だキャッシュメモリ１１４にロードされていなけれ
ば、キャッシュ制御機構１１３は、従来と同様のキャッ
シュ制御により、ディスク装置１１５からデータを読み
出すと共に、そのデータを含むブロックをキャッシュメ
モリ１１４に複写する。そして、そのブロックについて
のプレロードプロセスがプレロード要求キュー４６ｂに
残っておれば、それを削除する。 ステップ６４２では、アプリケーションプログラムとｒ
ｅａｄ処理の対象となったファイルとに対応させて、ｒ
ｅａｄ処理の対象となったデータを含むブロック番号を
、キャッシュ制御装置１１６を介して、ディスク装置［
１１８に書き込み、最新ののファイルアクセス履歴とし
て保存する。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｗｒｉｔｅ処理要求が発生すると、ステッ
プ６０２→ステツプ６２０→ステツプ６２１→ステツプ
６２２→ステツプ６２３と進む。 ステップ６２３では、Ｗｒｉｔｅ処理か否かを判定する
。ｗｒｉｔｅ処理なら、ステップ６５１に進む。ｗｒｉ
ｔｅ処理でないなら、ステップ６２４に進む。今はｗｒ
ｉｔｅ処理であり、ステップ６５１に進む。 ステップ６５１では、ｗｒｉｔｅ処理を行う。すなわち
、ｗｒｉｔｅ対象となったデータを、キャッシュ制御機
構１１３を介して、ディスク装置１１５に書き込む。 ステップ６５２では、アプリケーションプログラムとｗ
ｒｉｔｅ処理の対象となったファイルとに対応さ釘、ｗ
ｒｉｔｅ処理の対象となったデータを含むブロック番号
を、キャッシュ制御装置１１６を介して、ディスク装置
１１８に書き込み、最新のファイルアクセス履歴として
保存する。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｃｌｏｓｅ処理要求が発生すると、ステッ
プ６０２→ステップ６２０−ステップ６２１→ステツプ
６２２→ステツプ６２３→ステツプ６２４と進む。 ステップ６２４では、ｃｌｏｓｅ処理か否かを判定する
。ｃｌｏｓｅ処理なら、ステップ６６１に進む。ｃｌｏ
ｓｅ処理でないなら、前記ステップ６０２に戻る。今は
ｃｌｏｓｅ処理であり、ステップ６６１に進む。 ステップ６６１では、ｃｌｏｓｅ処理を行う。また、Ｃ
ｌ０ｓｅ対象となったファイルのブロックについてのプ
レロードプロセスを削除する。 ステップ６６２では、同じアプリケーションがこのファ
イルのｏｐｅｎ処理要求を次に発生した時に、どのブロ
ックをプレロードするかのパターンを決定し、それを次
のプレロードのためのファイルアクセス履歴として、キ
ャッシュ制御装置１１６を介し、ディスク装置１１８に
書き込む。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記パターン決定のアルゴリズムを例示すれば、次のよ
うなものが挙げられる。 すなわち、今度のアクセス前のファイルアクセス履歴が
＃１． ＃３． ＃２． ＃４． ＃６． ＃７゜
＃５だったとし、今度のアクセスの間に作成した最新の
ファイルアクセス履歴が＃３．＃４．＃４゜＃３．＃３
．＃５．＃５．＃５だったとすると、今度のアクセス前
のファイルアクセス履歴の前に最新のファイルアクセス
履歴を置き、重複を除いて、＃３． ＃４． ＃５．
＃１． ＃２． ＃６． ＃７を、次のプレロー
ドのためのパターンとする。 上記第１実施例のファイルアクセス制御装置を含む計算
機システムによれば、ファイルのｏｐｅｎの後、プレロ
ードによりキャッシュメモリ１１４にファイルの所定の
ブロックが複写されているため、あるアプリケーション
プログラムか、過去のアクセス順序と同じ順序でファイ
ルのデータをアクセスした場合には、第１回目のアクセ
スであっても高速アクセスか可能となる。 次に、第８図および第９図を参照して本発明の第２実施
例を説明する。 この第２実施例は、ＵＮＩＸの階層ファイルシステムの
ようなディレクトリをもつファイルシステムに本発明を
適用した場合の例である。 第１実施例において第１図〜第６図を参照して説明した
構成は、この第２実施例でも同じであり、説明を省略す
る。 ディスク装置１１８には、第８図に示す如き管理テーブ
ル９０がディレクトリ対応に設けられている。その管理
テーブル９０は、ディレクトリ下のファイルのファイル
名称と、ファイル毎のアクセスカウンタとからなってい
る。このアクセスカウンタは、ファイルにアクセスがあ
る毎にインクリメントされる。 処理本体４３の流れは、第９図に示すようになる。 ここで、ステップ８３２およびステップ８２５〜８７２
以外は、第１実施例において第７図を参照して説明した
処理と同じであり、説明を省略する。 ステップ８３２では、前記ステップ６３２て説明した処
理に加えて、ｏｐｅｎ処理の対象となったファイルのフ
ルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応する管理
テーブル９０のアクセスカウンタをインクリメントする
。 ステップ８２５では、ｃｄ処理か否かを判定する。ｃｄ
処理なら、ステップ８７１に進む。ｃｄ処理でないなら
、ステップ６０２に戻る。 ステップ８７１では、ｃｄ処理をする。また、終了通知
処理４５および通信処理４１を介して、ワークステーシ
ョン１２０に、ｃｄ処理の終了を通知する。 ステップ８７２では、ｃｄ処理の対象となったディレク
トリのフルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応
する管理テーブル９０のアクセスカラン９にインクリメ
ントする。そして、ｃｄ処理の対象となったディレクト
リ下のファイルについて、アクセスカウンタのカウント
値の多い順にｉノートなどのファイルの管理情報を、デ
ィスク装Ｍ１１５からキャッシュメモリ１１４に複写す
る。 以上の第２実施例によれば、ｃｄ処理要求が発生すると
、アクセス頻度の高いファイルの管理情報かキャッシュ
メモリ１１４にプレロードされるため、従来のようにフ
ァイルのｏｐｅｎ処理発生の時点でファイルの管理情報
をディスク装Ｍ１１５からキャッシュメモリ１１４に複
写する場合に比べて、高速な処理が可能となる。特に、
オペレータかｃｄ処理を要求するような場合には、ディ
レクトリ下のほとんどのファイルの管理情報を０ｐ１３
０処理実行前にキャッシュメモリ１１４に格納しておく
ことが出来るため、効果が大きい。 次に、本発明の第３実施例を第１０図および第１１図を
参照して説明する。 第１０図は、第３実施例の計算機システムの構成図であ
る。これは、第１図の計算機システムからキャッシュ制
御装置１１６．キャッシュメモリ１１７、ディスク装置
１１８を省略したものである。 すなわち、キャッシュ制御装置１１３．キャッシュメモ
リ１１４．ディスク装置１１５でファイルアクセス履歴
をも管理する。 このため、ワークステーション１２０からアクセス可能
なファイルの名称は英数字で始まる文字列に限定する。 そして、 、”にファイル名称を続け、次に“、”を介
してそのファイルをアクセスしたアプリケーションプロ
グラム名称を続けた名称のファイルを生成し、そのファ
イルにファイルアクセス履歴を記憶する。ディレクトリ
の階層は同じとする。 この場合のファイルのツリー構造を第１１図に例示する
。 ルートディレクトリ（１）の直下には、ディレクトリ
（ｂｉｎ） 、 （ｅｔｃ） 、 （ｕｓｒ）があ
る。また、それらディレクトリに対応するファイルアク
セス履歴記憶用のファイル（、ｂｉｎ、ａｂ） 、
（、ｅｔｃ、ａｂ） 。 （、ｕｓｒ、ｅｆ）がある。（ａｂ）、 （ｅｆ）は
、アプリケーションプログラム名である。 ディレクトリ（ｂｉｎ）の下には、通常のファイル（ｉ
ｓ）、 （ｃｄ）、 （ｐｓ）かある。また、それ
らファイルに対応するファイルアクセス履歴記憶用のフ
ァイル（，１ｓ、ａｂ）、 （，１ｓ、ｅｆ）、
（、ｃｄ、ａｂ）。 （、ｐｓ、ｅｆ）がある。 その外も同様の構造である。 以上の第３実施例によれば、１組のキャッシュ制御装置
、キャッシュメモリ、ディスク装置でファイルアクセス
履歴を管理し、本発明に係るプレロードを実現できる。 なお、本発明は、通常のキャッシュ制御を損うものでな
く、通常のキャッシュ制御と両立するものである。
、これにより本発明が限定されるものではない。 第１図は、本発明の第１実施例のファイルアクセス制御
装置を含む計算機システムの構成図である。 ワークステーション１２０は、ＣＰＵ１２１と。 主記憶１２２と１通信制弾装ｆｔ１２３とを含み、通信
線１３０を介してファイルサーバ１１０とっながってい
る。 ファイルサーバ１１０は、ＣＰＵＩＩＩと、主記憶１１
２と、キャッシュ制御装置１１３と、キャッシュメモリ
１１４と、ディスク装置１１５と。 キャッシュ制御袋！１１６と、キャッシュメモリ１１７
と、ディスク装置１１８と１通信ｆ８１１ｍ装置１１９
とを含んでいる。 前記ディスク装置１１５は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段である。ファイルの実体は、第２図に
示すように、複数のブロックに分けて管理されている。 前記ディスク装Ｗ１１１８は、ファイルへのアクセス履
歴を格納するファイルアクセス履歴記憶手段である。フ
ァイルアクセス履歴は、第３図に示すように、あるアプ
リケーションプログラムがアクセスした各ファイルにつ
いて、アクセスしたブロック順を記録したものである。 第４図（ａ ）（ｂ ）はワークステーション１２０の
Ｏ８（オペレーティングシステム）におけるファイル処
理関係部分の処理の流れ図である。（ａ）の処理は、ア
プリケーションプログラムからのＯＳコールにより起動
される。（ｂ）の処理は、割込要求の発生により起動さ
れる。なお、説明の都合上、Ｏ８としてＵＮＩＸライク
なシステムを想定する。 ステップ２１１では、アプリケーションプログラムから
Ｏ８への処理要求がファイルサーバ１１０への処理要求
であるか否かを判定する。ファイルサーバ１１０への処
理要求であれば、ステップ２１２へ進む。ファイルサー
バ１１０への処理要求でなければ、ステップ２１４へ進
む。 ステップ２１２では、ファイルサーバ１１０への命令、
データを、通信手段１２３１通信線１３０、通信手段１
１９を介して、ファイルサーバ１１０へ転送する。 ステップ２１３では、ファイルサーバ１１０からの割込
要求を待つ状態とする。 一方、ステップ２１４では、要求された処理を行う。 そして、他の処理に移行する。 ステップ２２１では、割込要求がファイルサーバ１１０
からのものか判定する。ファイルサーバ１１０からの割
込要求なら、ステップ２２２へ進む。ファイルサーバ１
１０以外からの割込要求なら、ステップ２２４へ進む。 ステップ２２２では、ファイルサーバ１１０からデータ
を受信し、アプリケーションプログラムに転送する。 ステップ２２３では、ファイルサーバ１１０からの割込
要求を待つ状態を解除する。 一方、ステップ２２４では、要求された割込処理を行う
。 そして、他の処理に移行する。 第５図は、ファイルサーバ１１０における処理の構成図
である。 すなわち、ファイルサーバ１１０における処理は、通信
処理４１と、命令受付処理４２と、処理本体４３と、デ
ィスクアクセス処理４４と、終了通知処理４５とから構
成されている。 通信処理４１は、ワークステーション１２０との通信を
司っている。 命令受付処理４２は、通信処理４１から命令。 データを受は取り、処理プロセスを生成して、キュー４
６の処理要求キュー４６ａにつなぐ。キュー４６につい
ては後で詳しく説明する。 処理本体４３は、キュー４６の処理要求キュー４６ａか
ら処理プロセスを顧に取り出し、ディスクアクセス処理
４４を介して処理を実行する。また、処理の実行結果を
ディスクアクセス処理４４から受取り、終了通知処理４
５に渡す。 さらに、処理プロセスがファイルのｏｐｅｎ処理のとき
は、そのｏｐｅｎ処理要求を出したアプリケーションプ
ログラムとｏｐｅｎ対象のファイルとに対応するファイ
ルアクセス履歴を参照し、記録されているブロックをプ
レロードする（ ｒｅａｄ処理やｗｒｉｔｅ処理の要求
が発生する前にキャッシュメモリ１１４にロードしてお
くことをプレロードと呼ぶ）ために、プレロードプロセ
スを生成して、キュー４６のプレロード要求キュー４６
ｂにつなぐ。 さらにまた、キュー４６のプレロードキュー４６ｂから
プレロードプロセスを順に取り出し、プレロードする。 この処理本体４３については、第７図を参照して、後で
さらに詳しく説明する。 ディスクアクセス処理４４は、キャッシュ制御装置１１
３，１１６を介して、キャッシュメモリ１１４、ディス
ク装置１１５．キャッシュメモリ１１７、ディスク装置
１１８に対してアクセスを行う。 終了通知処理４５は、処理本体４３から処理の実行結果
を受取り、通信処理４１を介して、ワークステーション
１２０に終了を通知する（割込要求を出す）。 第６図は、キュー４６の構造を示す概念図である。 キュー４６は、処理要求キュー４６ａと、プレロード要
求キュー４６ｂとからなる。 処理要求キュー４６ａは、ワークステーション１２０か
らの処理要求の処理プロセスをＦＩＦＯ方式でキューイ
ングしている。処理プロセスは、ワークステーション１
２０からの命令、データ。 −求プロセスＩＤを含んでいる。 プレロード要求キュー４６ｂは、プレロードプロセスを
ＦＩＬＯ方式でキューイングしている。 プレロードプロセスは、プレロード対象のファイルのフ
ァイルディスクリブタ（ファイルの状態を記録したテー
ブルであって、ファイルのｏｐｅｎからｃｌｏｓｅまで
存在する）と、プレロード対象のブロック番号をつない
だブロックキューの先頭を指すキューヘッダとを含んで
いる。 第７図は、処理本体４３の処理の流れ図である。 ステップ６０１では、初期処理を行う。 ステップ６０２では、処理要求キュー４６ａに処理プロ
セスがあるか判定する。処理プロセスがあれば、ステッ
プ６２０に進む。処理プロセスがなければ、ステップ６
１０に進む。 ステップ６１０では、プレロードキュー４６ｂにプレロ
ードプロセスがあるか判定する。プレロードプロセスが
あれば、ステップ６１１に進む。 プレロードプロセスがなければ、前記ステップ６０２に
戻る。 システムの立上がり時は、キュー４６は空であり、前記
ステップ６０２と６１０とを繰り返している。ファイル
のｏｐｅｎ処理要求が発生すると、ステップ６０２から
ステップ６２０に進む。 ステップ６２０では、処理要求キュー４６ａから処理プ
ロセスを取り出す。 ステップ６２１では、ｏｐｅｎ処理か否かを判定する。 ｏｐｅｎ処理なら、ステップ６３１に進む。 ｏｐｅｎ処理でないなら、ステップ６２２に進む。 最初はｏｐｅｎ処理であり、ステップ６３１に進む。 ステップ６３１では、ｏｐｅｎ処理を行う。すなわち、
０ｐｅｎ対象のファイルのファイルディスクリブタを生
成し、ファイル内のブロック番号をディスク内のブロッ
ク番号に変換するテーブル（いわゆるｉノード）を読み
込み、ファイルディスクリブタの番号を、終了通知処理
４５および通信処理４１を介して、ワークステーション
１２０に通知する。 ステップ６３２では、キャッシュ制御機構１１６を介し
てキャッシュメモリ１１７またはディスク装置１１８に
アクセスして、ｏｐｅｎ処理要求を出したアプリケーシ
ョンプログラムとｏｐｅｎ対象のファイルとに対応する
ファイルアクセス履歴を読み出す。例えば、アプリケー
ションＡでのファイルａに対する。ｐｅｎ処理の場合、
第３図に示すように、＃１．＃３．＃２．＃４の順（こ
れは過去におけるアプリケーションＡでのファイルａに
対するアクセスの順である）でブロック番号が読み出さ
れる。この読み出したブロック番号の順序のブロックキ
ューを作り、その先頭を指すキューヘッダをファイルデ
ィスクリブタに結合し、プレロードプロセスとする。そ
のプレロードプロセスをＦＩＬＯ方式でプレロード要求
キュー４６ｂにキューイングする。そして、前記ステッ
プ６０２に戻る。 ステップ６０２に戻って、処理要求キュー４６ａに処理
プロセスがなければ、ステップ６１０に進むが、今度は
プレロード要求キュー４６ｂにプレロードプロセスがあ
るので、ステップ６１１に進む。 ステップ６１１では、プレロード処理を行う。 すなわち、キャッシュ制御装置１１３を介してディスク
装置１１５にアクセスし、プレロードプロセスが指すフ
ァイルのブロックを読み出して、キャッシュメモリ１１
４にロードする。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｒｅａｄ処理要求が発生すると、ステップ
６０２→ステツプ６２０→ステツプ６２１→ステツプ６
２２と進む。 ステップ６２２では、ｒｅａｄ処理か否かを判定する。 ｒｅａｄ処理なら、ステップ６４１に進む。 ｒｅａｄ処理でないなら、ステップ６２３に進む。 今はｒｅａｄ処理であり、ステップ６４１に進む。 ステップ６４１では、ｒｅａｄ処理を行う。すなわち、
ｒｅａｄ対象のデータをキャッシュ制御機構１１３を介
して読み込み、終了通知処理４５および通信処理４１を
介して、そのデータをワークステーション１２０に伝え
る。このとき、ｒｅａｄ対象のデータは、既にキャッシ
ュメモリ１１４にプレロードされているブロックに含ま
れる確率が高いから（この確率を高くするように過去の
ファイルアクセス履歴を参照して前記ステップ６１１で
プレロードした）から、第１回目のｒｅａｄ処理でも高
速アクセスが可能となる。もし、ｒｅａｄ対象のデータ
が未だキャッシュメモリ１１４にロードされていなけれ
ば、キャッシュ制御機構１１３は、従来と同様のキャッ
シュ制御により、ディスク装置１１５からデータを読み
出すと共に、そのデータを含むブロックをキャッシュメ
モリ１１４に複写する。そして、そのブロックについて
のプレロードプロセスがプレロード要求キュー４６ｂに
残っておれば、それを削除する。 ステップ６４２では、アプリケーションプログラムとｒ
ｅａｄ処理の対象となったファイルとに対応させて、ｒ
ｅａｄ処理の対象となったデータを含むブロック番号を
、キャッシュ制御装置１１６を介して、ディスク装置［
１１８に書き込み、最新ののファイルアクセス履歴とし
て保存する。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｗｒｉｔｅ処理要求が発生すると、ステッ
プ６０２→ステツプ６２０→ステツプ６２１→ステツプ
６２２→ステツプ６２３と進む。 ステップ６２３では、Ｗｒｉｔｅ処理か否かを判定する
。ｗｒｉｔｅ処理なら、ステップ６５１に進む。ｗｒｉ
ｔｅ処理でないなら、ステップ６２４に進む。今はｗｒ
ｉｔｅ処理であり、ステップ６５１に進む。 ステップ６５１では、ｗｒｉｔｅ処理を行う。すなわち
、ｗｒｉｔｅ対象となったデータを、キャッシュ制御機
構１１３を介して、ディスク装置１１５に書き込む。 ステップ６５２では、アプリケーションプログラムとｗ
ｒｉｔｅ処理の対象となったファイルとに対応さ釘、ｗ
ｒｉｔｅ処理の対象となったデータを含むブロック番号
を、キャッシュ制御装置１１６を介して、ディスク装置
１１８に書き込み、最新のファイルアクセス履歴として
保存する。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記ステップ６０２と６１０とを繰り返しているときに
、ファイルのｃｌｏｓｅ処理要求が発生すると、ステッ
プ６０２→ステップ６２０−ステップ６２１→ステツプ
６２２→ステツプ６２３→ステツプ６２４と進む。 ステップ６２４では、ｃｌｏｓｅ処理か否かを判定する
。ｃｌｏｓｅ処理なら、ステップ６６１に進む。ｃｌｏ
ｓｅ処理でないなら、前記ステップ６０２に戻る。今は
ｃｌｏｓｅ処理であり、ステップ６６１に進む。 ステップ６６１では、ｃｌｏｓｅ処理を行う。また、Ｃ
ｌ０ｓｅ対象となったファイルのブロックについてのプ
レロードプロセスを削除する。 ステップ６６２では、同じアプリケーションがこのファ
イルのｏｐｅｎ処理要求を次に発生した時に、どのブロ
ックをプレロードするかのパターンを決定し、それを次
のプレロードのためのファイルアクセス履歴として、キ
ャッシュ制御装置１１６を介し、ディスク装置１１８に
書き込む。そして、前記ステップ６０２に戻る。 前記パターン決定のアルゴリズムを例示すれば、次のよ
うなものが挙げられる。 すなわち、今度のアクセス前のファイルアクセス履歴が
＃１． ＃３． ＃２． ＃４． ＃６． ＃７゜
＃５だったとし、今度のアクセスの間に作成した最新の
ファイルアクセス履歴が＃３．＃４．＃４゜＃３．＃３
．＃５．＃５．＃５だったとすると、今度のアクセス前
のファイルアクセス履歴の前に最新のファイルアクセス
履歴を置き、重複を除いて、＃３． ＃４． ＃５．
＃１． ＃２． ＃６． ＃７を、次のプレロー
ドのためのパターンとする。 上記第１実施例のファイルアクセス制御装置を含む計算
機システムによれば、ファイルのｏｐｅｎの後、プレロ
ードによりキャッシュメモリ１１４にファイルの所定の
ブロックが複写されているため、あるアプリケーション
プログラムか、過去のアクセス順序と同じ順序でファイ
ルのデータをアクセスした場合には、第１回目のアクセ
スであっても高速アクセスか可能となる。 次に、第８図および第９図を参照して本発明の第２実施
例を説明する。 この第２実施例は、ＵＮＩＸの階層ファイルシステムの
ようなディレクトリをもつファイルシステムに本発明を
適用した場合の例である。 第１実施例において第１図〜第６図を参照して説明した
構成は、この第２実施例でも同じであり、説明を省略す
る。 ディスク装置１１８には、第８図に示す如き管理テーブ
ル９０がディレクトリ対応に設けられている。その管理
テーブル９０は、ディレクトリ下のファイルのファイル
名称と、ファイル毎のアクセスカウンタとからなってい
る。このアクセスカウンタは、ファイルにアクセスがあ
る毎にインクリメントされる。 処理本体４３の流れは、第９図に示すようになる。 ここで、ステップ８３２およびステップ８２５〜８７２
以外は、第１実施例において第７図を参照して説明した
処理と同じであり、説明を省略する。 ステップ８３２では、前記ステップ６３２て説明した処
理に加えて、ｏｐｅｎ処理の対象となったファイルのフ
ルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応する管理
テーブル９０のアクセスカウンタをインクリメントする
。 ステップ８２５では、ｃｄ処理か否かを判定する。ｃｄ
処理なら、ステップ８７１に進む。ｃｄ処理でないなら
、ステップ６０２に戻る。 ステップ８７１では、ｃｄ処理をする。また、終了通知
処理４５および通信処理４１を介して、ワークステーシ
ョン１２０に、ｃｄ処理の終了を通知する。 ステップ８７２では、ｃｄ処理の対象となったディレク
トリのフルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応
する管理テーブル９０のアクセスカラン９にインクリメ
ントする。そして、ｃｄ処理の対象となったディレクト
リ下のファイルについて、アクセスカウンタのカウント
値の多い順にｉノートなどのファイルの管理情報を、デ
ィスク装Ｍ１１５からキャッシュメモリ１１４に複写す
る。 以上の第２実施例によれば、ｃｄ処理要求が発生すると
、アクセス頻度の高いファイルの管理情報かキャッシュ
メモリ１１４にプレロードされるため、従来のようにフ
ァイルのｏｐｅｎ処理発生の時点でファイルの管理情報
をディスク装Ｍ１１５からキャッシュメモリ１１４に複
写する場合に比べて、高速な処理が可能となる。特に、
オペレータかｃｄ処理を要求するような場合には、ディ
レクトリ下のほとんどのファイルの管理情報を０ｐ１３
０処理実行前にキャッシュメモリ１１４に格納しておく
ことが出来るため、効果が大きい。 次に、本発明の第３実施例を第１０図および第１１図を
参照して説明する。 第１０図は、第３実施例の計算機システムの構成図であ
る。これは、第１図の計算機システムからキャッシュ制
御装置１１６．キャッシュメモリ１１７、ディスク装置
１１８を省略したものである。 すなわち、キャッシュ制御装置１１３．キャッシュメモ
リ１１４．ディスク装置１１５でファイルアクセス履歴
をも管理する。 このため、ワークステーション１２０からアクセス可能
なファイルの名称は英数字で始まる文字列に限定する。 そして、 、”にファイル名称を続け、次に“、”を介
してそのファイルをアクセスしたアプリケーションプロ
グラム名称を続けた名称のファイルを生成し、そのファ
イルにファイルアクセス履歴を記憶する。ディレクトリ
の階層は同じとする。 この場合のファイルのツリー構造を第１１図に例示する
。 ルートディレクトリ（１）の直下には、ディレクトリ
（ｂｉｎ） 、 （ｅｔｃ） 、 （ｕｓｒ）があ
る。また、それらディレクトリに対応するファイルアク
セス履歴記憶用のファイル（、ｂｉｎ、ａｂ） 、
（、ｅｔｃ、ａｂ） 。 （、ｕｓｒ、ｅｆ）がある。（ａｂ）、 （ｅｆ）は
、アプリケーションプログラム名である。 ディレクトリ（ｂｉｎ）の下には、通常のファイル（ｉ
ｓ）、 （ｃｄ）、 （ｐｓ）かある。また、それ
らファイルに対応するファイルアクセス履歴記憶用のフ
ァイル（，１ｓ、ａｂ）、 （，１ｓ、ｅｆ）、
（、ｃｄ、ａｂ）。 （、ｐｓ、ｅｆ）がある。 その外も同様の構造である。 以上の第３実施例によれば、１組のキャッシュ制御装置
、キャッシュメモリ、ディスク装置でファイルアクセス
履歴を管理し、本発明に係るプレロードを実現できる。 なお、本発明は、通常のキャッシュ制御を損うものでな
く、通常のキャッシュ制御と両立するものである。
本発明によれば、ファイルへの第１回目のアクセスでも
、キャッシュメモリにヒツトすることが期待できるため
、従来よりファイルアクセスを高速化できる。 また、ファイルへのアクセスを可能にする処理の前にキ
ャッシュメモリにファイルの管理情報かロードされてい
ることが期待できるため、この点でも従来よりファイル
アクセスを高速化できる。
、キャッシュメモリにヒツトすることが期待できるため
、従来よりファイルアクセスを高速化できる。 また、ファイルへのアクセスを可能にする処理の前にキ
ャッシュメモリにファイルの管理情報かロードされてい
ることが期待できるため、この点でも従来よりファイル
アクセスを高速化できる。
第１図は本発明の第１実施例の計算機システムの構成図
、第２図はファイル実体の概念図、第３図はファイルア
クセス履歴の概念図、第４図（ａ）（ｂ）はワークステ
ーションでの処理の流れ図、第５図はファイルサーバで
の処理の構成図、第６図はキューの構造図、第７図は処
理本体の処理の流れ図、第８図は本発明の第２実施例に
おける管理テーブルの概念図、第９図は本発明の第２実
施例における処理本体の処理の流れ図、第１０図は本発
明の第３実施例の計算機システムの構成図、第１１図は
ファイルの階層構造の概念図である。 （符号の説明） １１０・・・ファイルサーバ １１１・・・ＣＰＵ １１２・・・主記憶１
１３、↓１６・・・キャッシュ制御装置１１４．１１７
・・・キャッシュメモリ１１５．１１８・・・ディスク
装置 １２０・・・ワークステーション。
、第２図はファイル実体の概念図、第３図はファイルア
クセス履歴の概念図、第４図（ａ）（ｂ）はワークステ
ーションでの処理の流れ図、第５図はファイルサーバで
の処理の構成図、第６図はキューの構造図、第７図は処
理本体の処理の流れ図、第８図は本発明の第２実施例に
おける管理テーブルの概念図、第９図は本発明の第２実
施例における処理本体の処理の流れ図、第１０図は本発
明の第３実施例の計算機システムの構成図、第１１図は
ファイルの階層構造の概念図である。 （符号の説明） １１０・・・ファイルサーバ １１１・・・ＣＰＵ １１２・・・主記憶１
１３、↓１６・・・キャッシュ制御装置１１４．１１７
・・・キャッシュメモリ１１５．１１８・・・ディスク
装置 １２０・・・ワークステーション。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、ファイルに対するアクセスを可能にする処理を行っ
た後、ファイルに対してアクセスする処理を行うファイ
ルアクセス制御方式において、 ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式。 ２、ファイルに対するアクセスを可能にする処理を行っ
た後、ファイルに対してアクセスする処理を行うファイ
ルアクセス制御方式において、 ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式。 ３、階層ディレクトリ構造をもち且つカレントディレク
トリの変更処理を有するファイルシステムにおいて、 カレントディレクトリの変更処理要求が発生した後、変
更後のカレントディレクトリ下のファイルに対してアク
セスする処理要求が発生する前に、前記カレントディレ
クトリの変更処理要求で指定された新たなカレントディ
レクトリ下の全部または一部のファイルの管理情報を、
ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロードするこ
とを特徴とするファイルアクセス制御方式。 ４、ファイルの実体を格納するファイル記憶手段と、そ
のファイル記憶手段よりも高速アクセス可能なキャッシ
ュメモリと、そのキャッシュメモリに対する制御を行う
キャッシュ制御手段とを有すると共に、ファイルに対す
るアクセスを可能にする処理と、ファイルに対してアク
セスする処理とを別個に行うファイルアクセス制御装置
において、 ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録するファイルアクセス履歴記憶手段と、 ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、そのファイルに対してアクセスする処理要求が
発生する前に、前記ファイルアクセス履歴に基づくパタ
ーンで、そのファイルの一部を、ファイル記憶手段から
にキャッシュ制御手段を介してキャッシュメモリロード
するプレロード手段と を具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装置
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2270226A JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2270226A JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04148225A true JPH04148225A (ja) | 1992-05-21 |
Family
ID=17483306
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2270226A Pending JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04148225A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0863395A (ja) * | 1994-08-19 | 1996-03-08 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | データアクセス方法 |
| US5987232A (en) * | 1995-09-08 | 1999-11-16 | Cadix Inc. | Verification server for use in authentication on networks |
| JP2013222434A (ja) * | 2012-04-19 | 2013-10-28 | Nec Corp | キャッシュ制御装置、キャッシュ制御方法、及びそのプログラム |
| US9846654B2 (en) | 2014-03-18 | 2017-12-19 | Fujitsu Limited | Storage apparatus, cache control method, and computer-readable recording medium having cache control program recorded thereon |
-
1990
- 1990-10-08 JP JP2270226A patent/JPH04148225A/ja active Pending
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0863395A (ja) * | 1994-08-19 | 1996-03-08 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | データアクセス方法 |
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| US9268700B2 (en) | 2012-04-19 | 2016-02-23 | Nec Corporation | Cache control device, cache control method, and program thereof |
| US9846654B2 (en) | 2014-03-18 | 2017-12-19 | Fujitsu Limited | Storage apparatus, cache control method, and computer-readable recording medium having cache control program recorded thereon |
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