JPH0561662B2 - - Google Patents
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- JPH0561662B2 JPH0561662B2 JP62315459A JP31545987A JPH0561662B2 JP H0561662 B2 JPH0561662 B2 JP H0561662B2 JP 62315459 A JP62315459 A JP 62315459A JP 31545987 A JP31545987 A JP 31545987A JP H0561662 B2 JPH0561662 B2 JP H0561662B2
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- 230000004048 modification Effects 0.000 claims description 39
- 238000012545 processing Methods 0.000 claims description 37
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0806—Multiuser, multiprocessor or multiprocessing cache systems
- G06F12/0813—Multiuser, multiprocessor or multiprocessing cache systems with a network or matrix configuration
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- 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
- Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Mathematical Physics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
Ａ 産業上の利用分野
本発明は、ネツトワークを介して接続された処
理システムに関し、より具体的には分散ネツトワ
ーキング環境にあるローカル処理システムと遠隔
処理システム間のフアイルのアクセスに関する。
理システムに関し、より具体的には分散ネツトワ
ーキング環境にあるローカル処理システムと遠隔
処理システム間のフアイルのアクセスに関する。
Ｂ 従来技術
第１０図に示すように、分散ネツトワーキング
環境１は、通信リンクまたはネツトワーク３を介
して接続された２個以上のノードＡ，Ｂ，Ｃから
構成されている。ネツトワーク３は、ローカル・
エリア・ネツトワーク（LAN）でも広域ネツト
ワーク（WAN）でもよい。WANは、他のノー
ドに対する、またはシステムのシステム・ネツト
ワーク・アーキテクチヤ（SNA）ネツトワーク
に対する交換回線または専用回線によるテレプロ
セシング（TP）接続から構成される。
環境１は、通信リンクまたはネツトワーク３を介
して接続された２個以上のノードＡ，Ｂ，Ｃから
構成されている。ネツトワーク３は、ローカル・
エリア・ネツトワーク（LAN）でも広域ネツト
ワーク（WAN）でもよい。WANは、他のノー
ドに対する、またはシステムのシステム・ネツト
ワーク・アーキテクチヤ（SNA）ネツトワーク
に対する交換回線または専用回線によるテレプロ
セシング（TP）接続から構成される。
任意のノードＡ，Ｂ，Ｃに、パーソナル・コン
ピユータなどの処理システム１０Ａ，１０Ｂ，１
０Ｃがある。これらの処理システム１０Ａ，１０
Ｂ，１０Ｃは、単一ユーザ・システムでも複数ユ
ーザ・システムでもよく、ネツトワーク３を介し
て遠隔ノードにあるフアイルにアクセスできる能
力をもつ。たとえば、ローカル・ノードＡにある
処理システム１０Ａは、遠隔ノードＢ，Ｃにある
フアイル５Ｂ，５Ｃにアクセスできる。
ピユータなどの処理システム１０Ａ，１０Ｂ，１
０Ｃがある。これらの処理システム１０Ａ，１０
Ｂ，１０Ｃは、単一ユーザ・システムでも複数ユ
ーザ・システムでもよく、ネツトワーク３を介し
て遠隔ノードにあるフアイルにアクセスできる能
力をもつ。たとえば、ローカル・ノードＡにある
処理システム１０Ａは、遠隔ノードＢ，Ｃにある
フアイル５Ｂ，５Ｃにアクセスできる。
遠隔ノードにあるフアイルにアクセスする際に
ぶつかる問題は、まずスタンドアロン・システム
がどのようにしてフアイルにアクセスするかを検
討すると、よく理解できる。第２図の10のような
スタンドアロン・システム内では、オペレーテイ
ング・システム１１中のローカル・バツフア１２
を使つて永久記憶装置２、たとえばハード・フア
イルやパーソナル・コンピユータ内のデイスクと
ユーザ・アドレス空間との間で転送されるデータ
を緩衝記憶する。オペレーテイング・システム１
１内のローカル・バツフア１２は、ローカル・キ
ヤツシユあるいはカーネル・バツフアとも呼ばれ
る。
ぶつかる問題は、まずスタンドアロン・システム
がどのようにしてフアイルにアクセスするかを検
討すると、よく理解できる。第２図の10のような
スタンドアロン・システム内では、オペレーテイ
ング・システム１１中のローカル・バツフア１２
を使つて永久記憶装置２、たとえばハード・フア
イルやパーソナル・コンピユータ内のデイスクと
ユーザ・アドレス空間との間で転送されるデータ
を緩衝記憶する。オペレーテイング・システム１
１内のローカル・バツフア１２は、ローカル・キ
ヤツシユあるいはカーネル・バツフアとも呼ばれ
る。
スタンドアロン・システム内で、カーネル・バ
ツフア１２はブロツク１５で識別されている。こ
の番号は装置番号であり、またその装置内の論理
ブロツク番号でもある。読取りシステム・コール
１６が発行されるとき、それは、第３図のステツ
プ101に示すように、フアイル５のフアイル記述
子およびフアイル５内のバイト範囲と共に発行さ
れる。オペレーテイング・システム１１はこの情
報を取り出し、それを装置番号および装置内の論
理ブロツク番号に変換する（第３図、ステツプ
102）。次に、オペレーテイング・システム１１
は、装置番号および論理ブロツク番号にもとづい
てキヤツシユ１２を読み取る（ステツプ103）。
ツフア１２はブロツク１５で識別されている。こ
の番号は装置番号であり、またその装置内の論理
ブロツク番号でもある。読取りシステム・コール
１６が発行されるとき、それは、第３図のステツ
プ101に示すように、フアイル５のフアイル記述
子およびフアイル５内のバイト範囲と共に発行さ
れる。オペレーテイング・システム１１はこの情
報を取り出し、それを装置番号および装置内の論
理ブロツク番号に変換する（第３図、ステツプ
102）。次に、オペレーテイング・システム１１
は、装置番号および論理ブロツク番号にもとづい
てキヤツシユ１２を読み取る（ステツプ103）。
デイスク２から読み取られたデータは、キヤツ
シユ・ブロツク１５が必要とされるまでキヤツシ
ユ・ブロツク１５に保管される。その結果、処理
システム１０上で走行中のアプリケーシヨン・プ
ロクラム４から前に読み取られたものと同じデー
タに対する読取りが続けて要求されると、それは
デイスク２からではなくてキヤツシユ１２からア
クセスされる。キヤツシユ１２から読み取るに
は、固定デイスクへ出て正しいデイスク・セクタ
にアクセスし、そのデイスクから読み取るよりも
時間がかからない。
シユ・ブロツク１５が必要とされるまでキヤツシ
ユ・ブロツク１５に保管される。その結果、処理
システム１０上で走行中のアプリケーシヨン・プ
ロクラム４から前に読み取られたものと同じデー
タに対する読取りが続けて要求されると、それは
デイスク２からではなくてキヤツシユ１２からア
クセスされる。キヤツシユ１２から読み取るに
は、固定デイスクへ出て正しいデイスク・セクタ
にアクセスし、そのデイスクから読み取るよりも
時間がかからない。
同様に、アプリケーシヨン・プログラム４から
書き込まれたデータは、直接デイスク２には保管
されず、キヤツシユ１２に書き込まれる。このた
め、同じブロツクに対して別の書込み操作が出さ
れた場合に、デイスクへのアクセスが節約され
る。キヤツシユ１２内の修正されたデータ・ブロ
ツクは、周期的にデイスク２に保管される。
書き込まれたデータは、直接デイスク２には保管
されず、キヤツシユ１２に書き込まれる。このた
め、同じブロツクに対して別の書込み操作が出さ
れた場合に、デイスクへのアクセスが節約され
る。キヤツシユ１２内の修正されたデータ・ブロ
ツクは、周期的にデイスク２に保管される。
スタンドアロン・システム内のローカル・キヤ
ツシユのもう一つの用途は、フアイルがクローズ
された後でもそのフアイルに対する有効なデータ
を保持することである。こうしたブロツクがまだ
キヤツシユ内に存在する間にフアイルが再オープ
ンされた場合、それらのブロツクを読み取るのに
デイスクへのアクセスは不要である。
ツシユのもう一つの用途は、フアイルがクローズ
された後でもそのフアイルに対する有効なデータ
を保持することである。こうしたブロツクがまだ
キヤツシユ内に存在する間にフアイルが再オープ
ンされた場合、それらのブロツクを読み取るのに
デイスクへのアクセスは不要である。
AIX（拡張対話式エグゼクテイブ、AIXは、
IBMの商標（オペレーテイング・システムを使
つたスタンドアロン・システムでキヤツシユを使
うと、連続する読取りと書込みでデイスクへのア
クセスが要らないので、システムの全体的パフオ
ーマンスが向上する。全体的性能が上がるのは、
永久記憶装置にアクセスする方がキヤツシユにア
クセスするよりも遅くかつコストがかかるためで
ある。
IBMの商標（オペレーテイング・システムを使
つたスタンドアロン・システムでキヤツシユを使
うと、連続する読取りと書込みでデイスクへのア
クセスが要らないので、システムの全体的パフオ
ーマンスが向上する。全体的性能が上がるのは、
永久記憶装置にアクセスする方がキヤツシユにア
クセスするよりも遅くかつコストがかかるためで
ある。
第１０図に示したような分散環境では、ローカ
ル・ノードＣにある処理システム１０Ｃがノード
Ａからフアイル５Ａを読み取る方式が２つある。
一つの方式では、処理システム１０Ｃがフアイル
５Ａの全体をコピーして、それがノードＣにある
ローカル・フアイル５Ｃであるかのように読み取
ることができる。このやり方でフアイル読み取る
と、ノードＣでフアイル５Ａがコピーされた後
で、別のノードＡ，Ｂにある別の処理システム１
０Ａ，１０Ｂがフアイル５Ａを修正する場合に問
題が生じる。処理システム１０Ｃはこのフアイル
５Ａに対する最新の修正にアクセスできないこと
になる。
ル・ノードＣにある処理システム１０Ｃがノード
Ａからフアイル５Ａを読み取る方式が２つある。
一つの方式では、処理システム１０Ｃがフアイル
５Ａの全体をコピーして、それがノードＣにある
ローカル・フアイル５Ｃであるかのように読み取
ることができる。このやり方でフアイル読み取る
と、ノードＣでフアイル５Ａがコピーされた後
で、別のノードＡ，Ｂにある別の処理システム１
０Ａ，１０Ｂがフアイル５Ａを修正する場合に問
題が生じる。処理システム１０Ｃはこのフアイル
５Ａに対する最新の修正にアクセスできないこと
になる。
処理システム１０ＣがノードＡにあるフアイル
５Ａにアクセスするもう一つの方式は、ノードＣ
にある処理システム１０Ｃが要求したとき一度に
１つのブロツクＮ１を読み取るものである。この
方法に伴う問題は、読取りのたびにネツトワーク
通信リンク３を介してフアイルがあるノードＡま
で行かなければならないことである。連続する読
取りのたびにデータを送るのは時間がかかる。
５Ａにアクセスするもう一つの方式は、ノードＣ
にある処理システム１０Ｃが要求したとき一度に
１つのブロツクＮ１を読み取るものである。この
方法に伴う問題は、読取りのたびにネツトワーク
通信リンク３を介してフアイルがあるノードＡま
で行かなければならないことである。連続する読
取りのたびにデータを送るのは時間がかかる。
ネツトワークを介してフアイルにアクセスする
場合、上記の２つの両立しない問題が生じる。一
つの問題は、連続する読取りと書込みのためにネ
ツトワークを介してデータを送信するのに時間が
かかることである。他方、ネツトワーク・トラフ
イツクを減らすためにフアイル・データをノード
に記憶する場合、フアイルの整合性が失われるお
それがある。たとえば、いくつかのノードのうち
の一つがフアイルに書込みを行なつている場合、
そのフアイルにアクセスしている他のノードは、
今書き込まれたばかりの最新の更新済みフアイル
にアクセスしていないことがある。したがつて、
あるノードがアクセスしているフアイルが正しく
ない古くなつたものであるおそれがあるので、フ
アイルの整合性が失われる。
場合、上記の２つの両立しない問題が生じる。一
つの問題は、連続する読取りと書込みのためにネ
ツトワークを介してデータを送信するのに時間が
かかることである。他方、ネツトワーク・トラフ
イツクを減らすためにフアイル・データをノード
に記憶する場合、フアイルの整合性が失われるお
それがある。たとえば、いくつかのノードのうち
の一つがフアイルに書込みを行なつている場合、
そのフアイルにアクセスしている他のノードは、
今書き込まれたばかりの最新の更新済みフアイル
にアクセスしていないことがある。したがつて、
あるノードがアクセスしているフアイルが正しく
ない古くなつたものであるおそれがあるので、フ
アイルの整合性が失われる。
ここでは、フアイルを永久的に記憶しているノ
ードを指すのに「サーバ」という言葉を使い、そ
のフアイルにアクセスする処理を有する他の任意
のノードを指すのに「クライアント」の語を使う
ことにする。ただし、「サーバ」という言葉は、
若干のローカル・エリア・ネツトワーク・システ
ムで使われているような、専用サーバを意味しな
いことを了解されたい。本発明をその中で実施す
る分散サービス・システムは、システム内のどこ
にあるフアイルにもアクセスできる、システム内
の様々なノードで走行する広範な種類のアプリケ
ーシヨンをサポートする、真に分散したシステム
である。
ードを指すのに「サーバ」という言葉を使い、そ
のフアイルにアクセスする処理を有する他の任意
のノードを指すのに「クライアント」の語を使う
ことにする。ただし、「サーバ」という言葉は、
若干のローカル・エリア・ネツトワーク・システ
ムで使われているような、専用サーバを意味しな
いことを了解されたい。本発明をその中で実施す
る分散サービス・システムは、システム内のどこ
にあるフアイルにもアクセスできる、システム内
の様々なノードで走行する広範な種類のアプリケ
ーシヨンをサポートする、真に分散したシステム
である。
以下では、UNIX（AT＆Ｔが開発したライセ
ンスを供与しているので、UNIXは米国内での
AT＆Ｔの登録商標）オペレーテイング・システ
ムの一バージヨンで本発明を実施した場合につい
て説明するが、本発明はUNIXオペレーテイン
グ・システムに類似する特徴をもつ他のオペレー
テイング・システムでも使用できる。UNIX（オ
ペレーテイング・システムは、ベル研究所（Bell
Telephone Laboratories，Inc.）がデイジタ
ル・エクイツプメント社（Digital Equipment
Corporation，DEC）のミニコンピユータ用に開
発したものであるが、広範囲のミニコンピユータ
用、それに最近ではマイクロコンピユータ用のオ
ペレーテイング・システムとして広く使われてい
る。この普及の一因は、UNIXオペレーテイン
グ・システムがアセンブリ言語ではなく、やはり
ベル研究所で開発されたＣプログラミング言語で
書かれており、したがつて、プロセツサの種類を
問わないことである。したがつて、様々な計算機
用に書かれたＣコンパイラを使うと、UNIXオペ
レーテイング・システムをある計算機から別の計
算機に移植することが可能になる。UNIXオペレ
ーテイング・システムの詳細については、
「UNIXTMシステム、ユーザーズ・マニユアル、
システムＶ（UNIXTMSystem，User's Manual，
System Ｖ）」Western Electric Co.，1983年１
月刊を参照のこと。UNUXオペレーテイング・
システムの秀れた概説が、B.W.カーニハン
（Brian W.Kernighan）とロブ・パイク（Rob
Pike）共著「ユニツクス・プログラミング環境
（The Unix Progrmming Environment）」
Prentice−Hall、1984年刊に出ている。UNIXオ
ペレーテイング・システムの設計の詳細について
は、M.J.バツハ（Maurice.J.Bach）著「ユニツ
クス・オペレーテイング・システムの設計
（Desing of the Unix OperatingSystem）」
Prentice−Hall、1986年刊に出ている。
ンスを供与しているので、UNIXは米国内での
AT＆Ｔの登録商標）オペレーテイング・システ
ムの一バージヨンで本発明を実施した場合につい
て説明するが、本発明はUNIXオペレーテイン
グ・システムに類似する特徴をもつ他のオペレー
テイング・システムでも使用できる。UNIX（オ
ペレーテイング・システムは、ベル研究所（Bell
Telephone Laboratories，Inc.）がデイジタ
ル・エクイツプメント社（Digital Equipment
Corporation，DEC）のミニコンピユータ用に開
発したものであるが、広範囲のミニコンピユータ
用、それに最近ではマイクロコンピユータ用のオ
ペレーテイング・システムとして広く使われてい
る。この普及の一因は、UNIXオペレーテイン
グ・システムがアセンブリ言語ではなく、やはり
ベル研究所で開発されたＣプログラミング言語で
書かれており、したがつて、プロセツサの種類を
問わないことである。したがつて、様々な計算機
用に書かれたＣコンパイラを使うと、UNIXオペ
レーテイング・システムをある計算機から別の計
算機に移植することが可能になる。UNIXオペレ
ーテイング・システムの詳細については、
「UNIXTMシステム、ユーザーズ・マニユアル、
システムＶ（UNIXTMSystem，User's Manual，
System Ｖ）」Western Electric Co.，1983年１
月刊を参照のこと。UNUXオペレーテイング・
システムの秀れた概説が、B.W.カーニハン
（Brian W.Kernighan）とロブ・パイク（Rob
Pike）共著「ユニツクス・プログラミング環境
（The Unix Progrmming Environment）」
Prentice−Hall、1984年刊に出ている。UNIXオ
ペレーテイング・システムの設計の詳細について
は、M.J.バツハ（Maurice.J.Bach）著「ユニツ
クス・オペレーテイング・システムの設計
（Desing of the Unix OperatingSystem）」
Prentice−Hall、1986年刊に出ている。
ベル研究所は、多くの団体にUNIXオペレーテ
イング・システム使用のライセンスを供与してお
り、現在いくつかのバージヨンがある。AT＆Ｔ
から出た最新のバージヨンは、バージヨン5.2で
ある。バークレイ・バージヨンとして知られる
UNIXオペレーテイング・システムの別のバージ
ヨンが、カリフオルニア州立大学バークレイ校で
開発された。広く使われているMS−DOSおよび
パーソナル・コンピユータ用のPC−DOSオペレ
ーテイング・システムを開発したマイクロ・ソフ
ト社は、XENIXの商標で知られるバージヨンを
出している。IBM RT PC（RISC（縮小命令セツ
ト・コンピユータ）技術パーソナル・コンピユー
タ、RTとRTPCはIBMコーポレーシヨンの商
標）を1985年に発表したのに伴つて、IBMコー
ポレーシヨンはAIXと呼ばれる新しいオペレー
テイング・システムを公開した。AIXは、アプ
リケーシヨン・インターフエース・レベルでAT
＆ＴのUNIXオペレーテイング・システム、バー
ジヨン5.2と互換性があり、UNIXオペレーテイ
ング・システム、バージヨン5.2に対する拡張機
能を含んでいる。AIXオペレーテイング・シス
テムの詳細については、「AIXオペレーテイン
グ・システム技術解説書（AIX Operating
System Technical Reference）」第１版、IBM、
Corp、1985年11月刊を参照されたい。
イング・システム使用のライセンスを供与してお
り、現在いくつかのバージヨンがある。AT＆Ｔ
から出た最新のバージヨンは、バージヨン5.2で
ある。バークレイ・バージヨンとして知られる
UNIXオペレーテイング・システムの別のバージ
ヨンが、カリフオルニア州立大学バークレイ校で
開発された。広く使われているMS−DOSおよび
パーソナル・コンピユータ用のPC−DOSオペレ
ーテイング・システムを開発したマイクロ・ソフ
ト社は、XENIXの商標で知られるバージヨンを
出している。IBM RT PC（RISC（縮小命令セツ
ト・コンピユータ）技術パーソナル・コンピユー
タ、RTとRTPCはIBMコーポレーシヨンの商
標）を1985年に発表したのに伴つて、IBMコー
ポレーシヨンはAIXと呼ばれる新しいオペレー
テイング・システムを公開した。AIXは、アプ
リケーシヨン・インターフエース・レベルでAT
＆ＴのUNIXオペレーテイング・システム、バー
ジヨン5.2と互換性があり、UNIXオペレーテイ
ング・システム、バージヨン5.2に対する拡張機
能を含んでいる。AIXオペレーテイング・シス
テムの詳細については、「AIXオペレーテイン
グ・システム技術解説書（AIX Operating
System Technical Reference）」第１版、IBM、
Corp、1985年11月刊を参照されたい。
本発明は、具体的には、複数台のプロセツサが
ネツトワーク内で相互接続されることを特徴とす
る、分散データ処理システムに関係する。実際に
実施された形では、本発明は、IBMのシステム
ネツトワーク・アーキテクチヤ（SNA）、さらに
具体的にはSNA LU6.2拡張プログラム間通信
（APPC）で相互接続された複数のIBM RT PC
上で機能する。
ネツトワーク内で相互接続されることを特徴とす
る、分散データ処理システムに関係する。実際に
実施された形では、本発明は、IBMのシステム
ネツトワーク・アーキテクチヤ（SNA）、さらに
具体的にはSNA LU6.2拡張プログラム間通信
（APPC）で相互接続された複数のIBM RT PC
上で機能する。
SNA LU6.2の詳細については、IBM
International Systems Centertsが1983年７月に
発行した技術報告「拡張プログラム間通信
（APPC）入門（An Introduction to Advanced
Program to Program Communication
（APPC）」資料番号GG24−1584−０、および
1986年８月15日刊の「IBM RT PC SNA アク
セス方式の手引き・解説書（IBM RT PC SNA
Access Method Guide and Reference）」を参
照されたい。
International Systems Centertsが1983年７月に
発行した技術報告「拡張プログラム間通信
（APPC）入門（An Introduction to Advanced
Program to Program Communication
（APPC）」資料番号GG24−1584−０、および
1986年８月15日刊の「IBM RT PC SNA アク
セス方式の手引き・解説書（IBM RT PC SNA
Access Method Guide and Reference）」を参
照されたい。
SNAでは、そのリンク・レベルとして、ゼロ
ツクス社が開発したローカル・エリア・ネツトワ
ーク（LAN）であるイーサネツト（Ethernetは
Xerox Corporationの商標）またはSDLC（同期
データ・リンク制御）を使う。イーサネツト・ロ
ーカル・エリア・ネツトワークを含めてローカ
ル・エリア・ネツトワークの簡単な説明は、L.E.
ジヨーダン（Larry E.Jordan）とB.チヤーチル
（Bruce Churchill）の共著「IBM PC用の通信
ネツトワーキング（Communications and
Networkig for the IBN PC）」Robert J.
Brady（Prentice−Hallの子会社），1983年刊に出
ている。コンピユータ用通信システム、とくに
SNAとSDLCのより明確な説明は、R.J.シプサー
（Cypser）著「分散システム用通信アーキテクチ
ヤ（Communications Architecture for
Distributed System）」、Addison−Wesley、
1978年刊に出ている。ただし、本発明は、イーサ
ネツト・ローカル・エリア・ネツトワークや
IBM SNA以外のネツトワークで相互接続され
た、IBM RT PC以外の様々なコンピータを用
いても実施できることを了解されたい。
ツクス社が開発したローカル・エリア・ネツトワ
ーク（LAN）であるイーサネツト（Ethernetは
Xerox Corporationの商標）またはSDLC（同期
データ・リンク制御）を使う。イーサネツト・ロ
ーカル・エリア・ネツトワークを含めてローカ
ル・エリア・ネツトワークの簡単な説明は、L.E.
ジヨーダン（Larry E.Jordan）とB.チヤーチル
（Bruce Churchill）の共著「IBM PC用の通信
ネツトワーキング（Communications and
Networkig for the IBN PC）」Robert J.
Brady（Prentice−Hallの子会社），1983年刊に出
ている。コンピユータ用通信システム、とくに
SNAとSDLCのより明確な説明は、R.J.シプサー
（Cypser）著「分散システム用通信アーキテクチ
ヤ（Communications Architecture for
Distributed System）」、Addison−Wesley、
1978年刊に出ている。ただし、本発明は、イーサ
ネツト・ローカル・エリア・ネツトワークや
IBM SNA以外のネツトワークで相互接続され
た、IBM RT PC以外の様々なコンピータを用
いても実施できることを了解されたい。
前述のように、以下では、通信ネツトワーク中
の分散データ処理システムを対象として本発明を
説明する。この環境では、ネツトワークのあるノ
ードにある各プロセツサは、どのノードにフアイ
ルがあろうと、潜在的にそのネツトワーク中のす
べてのフアイルにアクセスすることができる。
の分散データ処理システムを対象として本発明を
説明する。この環境では、ネツトワークのあるノ
ードにある各プロセツサは、どのノードにフアイ
ルがあろうと、潜在的にそのネツトワーク中のす
べてのフアイルにアクセスすることができる。
UNIXオペレーテイング環境内で分散データ処
理システムをサポートする方法は、他にも知られ
ている。たとえば、Sun Microsystemsはネツト
ワーク・フアイル・システム（NFS）を発表し、
ベル研究所は遠隔フアイル・システム（RFS）
を開発した。Sun MicrosystemsのNFSは一連の
刊行物に記載されている。たとえば、S.R.クレイ
マン（Kleiman）「Ｖノード：Sun UNIXにおけ
る多重フアイル・システム・タイプ用アーキテク
チヤ（Vnodes：An Archutecture for Multiple
File System Types in Sun UNIX）」
USENIX1986年夏季国際技術会議・展示会議事
録、238−247ページ；R.サンドバーグ（Russel
Sandberg）等の「SUNネツトワーク・フアイ
ル・システムの設計と実施（Design and
Implementation of the Sun Network
Filesystem）」、UNENIX 1985年会議議事録、
119−130ページ；D.ウオールシユ（Dan Walsh）
等の「SUNネツトワーク・フアイル・システム
の概要（Overview of the Sun NetworkFile
System）」117〜124ページ；ジヨメイ・チヤン
（Jomei Chang）の「状況モニタがNFSにネツト
ワーク・ロツキング・サービスをもたらす
（Status Monitor Provides Network Locking
Service for NFS）」；ジヨメイ・チヤンの「サン
ネツト（Sunnet）」71−75ページ；B.テイラー
（Bradly Taylor）の「Sun環境における安全な
ネツトワーキング（Secure Networking in the
Sun Environment）」28−36ページ。AT＆Ｔの
RFSも一連の刊行物に記載されている。たとえ
ば、A.P.リフキン（Andrew P.Rifkin）等の
「RFSアーキテクチヤの概要（RFS
Arcchitectural Overview）」USENIX会議議事
録、ジヨージア州アトランタ（1986年６月）、１
−12ページ；R.ハミルトン（Richard
Hamilton）等の「遠隔フアイル共用に対する管
理者の意見（An Administrator's View of
Remote File Sharing）」、１−９ページ；T.ヒ
ユートン（Tom Houghton）等の「フアイル・
システム・スイツチ（File Systems Switch）」、
１−２ページ；D.J.オランダー（DavidJ.
Olander）等の「システムＶにおけるネツトワー
キング用フレームワーク（Ａ Framework for
Networking in System Ｖ）」、１−８ページ。
理システムをサポートする方法は、他にも知られ
ている。たとえば、Sun Microsystemsはネツト
ワーク・フアイル・システム（NFS）を発表し、
ベル研究所は遠隔フアイル・システム（RFS）
を開発した。Sun MicrosystemsのNFSは一連の
刊行物に記載されている。たとえば、S.R.クレイ
マン（Kleiman）「Ｖノード：Sun UNIXにおけ
る多重フアイル・システム・タイプ用アーキテク
チヤ（Vnodes：An Archutecture for Multiple
File System Types in Sun UNIX）」
USENIX1986年夏季国際技術会議・展示会議事
録、238−247ページ；R.サンドバーグ（Russel
Sandberg）等の「SUNネツトワーク・フアイ
ル・システムの設計と実施（Design and
Implementation of the Sun Network
Filesystem）」、UNENIX 1985年会議議事録、
119−130ページ；D.ウオールシユ（Dan Walsh）
等の「SUNネツトワーク・フアイル・システム
の概要（Overview of the Sun NetworkFile
System）」117〜124ページ；ジヨメイ・チヤン
（Jomei Chang）の「状況モニタがNFSにネツト
ワーク・ロツキング・サービスをもたらす
（Status Monitor Provides Network Locking
Service for NFS）」；ジヨメイ・チヤンの「サン
ネツト（Sunnet）」71−75ページ；B.テイラー
（Bradly Taylor）の「Sun環境における安全な
ネツトワーキング（Secure Networking in the
Sun Environment）」28−36ページ。AT＆Ｔの
RFSも一連の刊行物に記載されている。たとえ
ば、A.P.リフキン（Andrew P.Rifkin）等の
「RFSアーキテクチヤの概要（RFS
Arcchitectural Overview）」USENIX会議議事
録、ジヨージア州アトランタ（1986年６月）、１
−12ページ；R.ハミルトン（Richard
Hamilton）等の「遠隔フアイル共用に対する管
理者の意見（An Administrator's View of
Remote File Sharing）」、１−９ページ；T.ヒ
ユートン（Tom Houghton）等の「フアイル・
システム・スイツチ（File Systems Switch）」、
１−２ページ；D.J.オランダー（DavidJ.
Olander）等の「システムＶにおけるネツトワー
キング用フレームワーク（Ａ Framework for
Networking in System Ｖ）」、１−８ページ。
本発明をその中で実施する分散サービス・シス
テムの、たとえばSun MicrosystemsのNFSとは
区別される一つの特徴は、Sunの方法が基本的に
状態非保存型の装置を設計するためのものであつ
たということである。もつと具体的に言うと、分
散システム内のサーバを状態非保存型に設計する
ことができる。すなわち、サーバは、どのクライ
エント・ノードがサーバ・フアイルをオープンし
たのか、クライエントのフアイルが読取専用モー
ドでオープンになつているのかそれとも読取り書
込みモードでオープンになつているのか、あるい
はクライエントがそのフアイルのバイト範囲にロ
ツクをかけているかどうかを含めて、クライエン
ト・ノードに関する情報を何も記憶しない。この
ような実施形態をとると、クライエント・ノード
が故障したり、あるいはサーバ資源に対する要求
を解除したとサーバにきちんと知らせずにオフラ
インになつたときに生じる。誤り回復状況をサー
バが処理する必要がないので、サーバの設計が簡
単になる。
テムの、たとえばSun MicrosystemsのNFSとは
区別される一つの特徴は、Sunの方法が基本的に
状態非保存型の装置を設計するためのものであつ
たということである。もつと具体的に言うと、分
散システム内のサーバを状態非保存型に設計する
ことができる。すなわち、サーバは、どのクライ
エント・ノードがサーバ・フアイルをオープンし
たのか、クライエントのフアイルが読取専用モー
ドでオープンになつているのかそれとも読取り書
込みモードでオープンになつているのか、あるい
はクライエントがそのフアイルのバイト範囲にロ
ツクをかけているかどうかを含めて、クライエン
ト・ノードに関する情報を何も記憶しない。この
ような実施形態をとると、クライエント・ノード
が故障したり、あるいはサーバ資源に対する要求
を解除したとサーバにきちんと知らせずにオフラ
インになつたときに生じる。誤り回復状況をサー
バが処理する必要がないので、サーバの設計が簡
単になる。
本発明をその中で実施する分散サービス・シス
テムの設計では、全く異なる方法が取られた。も
つと具体的に言うと、この分散サービス・システ
ムは、「状態保存型」であると特徴づけることが
できる。本明細書に記載する「状態保存型」サー
バは、誰がそのフアイルを使つているか、および
フアイルがどのように使われているかに関する情
報を保持する。それには、サーバが何らかの方法
であるクライアントとの接触の喪失を検出して、
そのクライアントに関する蓄積された状態情報を
廃棄できるようにする必要がある。しかし、本明
細書に記載するキヤツシユ管理戦略は、サーバが
そうした状態情報を保持しない限り実施できな
い。キヤツシユの管理は、下記で説明するよう
に、サーバ・フアイルををオープンせよとの要求
を発行しているクライエント・ノード数およびそ
うしたオープンが読取モードであるかそれとも書
込モードであるかによつて影響を受ける。
テムの設計では、全く異なる方法が取られた。も
つと具体的に言うと、この分散サービス・システ
ムは、「状態保存型」であると特徴づけることが
できる。本明細書に記載する「状態保存型」サー
バは、誰がそのフアイルを使つているか、および
フアイルがどのように使われているかに関する情
報を保持する。それには、サーバが何らかの方法
であるクライアントとの接触の喪失を検出して、
そのクライアントに関する蓄積された状態情報を
廃棄できるようにする必要がある。しかし、本明
細書に記載するキヤツシユ管理戦略は、サーバが
そうした状態情報を保持しない限り実施できな
い。キヤツシユの管理は、下記で説明するよう
に、サーバ・フアイルををオープンせよとの要求
を発行しているクライエント・ノード数およびそ
うしたオープンが読取モードであるかそれとも書
込モードであるかによつて影響を受ける。
Ｃ 発明が解決しようとする問題点
したがつて、遠隔フアイルにアクセスする際の
応答時間を改善することが、本発明の一目的であ
る。
応答時間を改善することが、本発明の一目的であ
る。
分散ネツトワーキング環境でフアイルの整合性
を維持することが、本発明の第２の目的である。
を維持することが、本発明の第２の目的である。
クライエント・ノードでフアイルがクローズさ
れたとき、サーバとクライエント・ノードの両方
のキヤツシユを使つて有効データを保持すること
が、本発明の第３の目的である。
れたとき、サーバとクライエント・ノードの両方
のキヤツシユを使つて有効データを保持すること
が、本発明の第３の目的である。
Ｄ 問題点を解決するための手段
他のノードにあるフアイルにアクセスするとき
にネツトワークのトラフイツク・オーバーヘツド
を軽減し、フアイルの整合性を保つため、分散ネ
ツトワーキング環境内での様々なフアイルへのア
クセスをフアイル同期モードで管理する。読取り
アクセスまたは書込みアクセスのためフアイルが
１つのノードだけでオープンしている場合、フア
イルに第１の同期モードを与える。任意のノード
で読取り専用アクセスのためフアイルがオープン
している場合、フアイルに第２の同期モードを与
える。複数のノードで読取りアクセスのためフア
イルがオープンになつており、少くとも１つのノ
ードで書込みアクセスのためそのフアイルがオー
プンになつている場合、フアイルに第３の同期モ
ードを与える。
にネツトワークのトラフイツク・オーバーヘツド
を軽減し、フアイルの整合性を保つため、分散ネ
ツトワーキング環境内での様々なフアイルへのア
クセスをフアイル同期モードで管理する。読取り
アクセスまたは書込みアクセスのためフアイルが
１つのノードだけでオープンしている場合、フア
イルに第１の同期モードを与える。任意のノード
で読取り専用アクセスのためフアイルがオープン
している場合、フアイルに第２の同期モードを与
える。複数のノードで読取りアクセスのためフア
イルがオープンになつており、少くとも１つのノ
ードで書込みアクセスのためそのフアイルがオー
プンになつている場合、フアイルに第３の同期モ
ードを与える。
フアイルが第１または第２の同期モードの場
合、クライエント・ノード、すなわちフアイルに
アクセスするノードは、そのオペレーテイング・
システム内のキヤツシユを使つてフアイルを記憶
する。その後の読取りと書込みはすべてこのキヤ
ツシユに送られる。
合、クライエント・ノード、すなわちフアイルに
アクセスするノードは、そのオペレーテイング・
システム内のキヤツシユを使つてフアイルを記憶
する。その後の読取りと書込みはすべてこのキヤ
ツシユに送られる。
本発明のシステムおよび方法は、クライエン
ト・ノードでフアイルがクローズしているとき、
有効データを保持するのに、クライエント・ノー
ドとサーバ・ノードの両方でキヤツシユを使用す
る。クライエント・ノードがクライエント・キヤ
ツシユを再使用するか否かは、データ・フアイル
がクライエント・ノードでクローズしていた間に
別のノードでクライエント・キヤツシユ内のデー
タが修正されたか否かによつて決まる。データが
修正されていない場合は、フアイルの整合性を損
わずに、クライエント・ノード内のプロセスから
読取りおよび書込みによつてクライエント・ノー
ドにアクセスすることができる。クライエント・
キヤツシユ内のデータはすべて有効データであ
る。フアイルが一度クローズした後でオープンし
たとき、クライエント・キヤツシユを使つてアク
セスを行なうことにより、ネツトワークのトラフ
イツク・オーバーヘツドが減少し、したがつて応
答時間が改善される。
ト・ノードでフアイルがクローズしているとき、
有効データを保持するのに、クライエント・ノー
ドとサーバ・ノードの両方でキヤツシユを使用す
る。クライエント・ノードがクライエント・キヤ
ツシユを再使用するか否かは、データ・フアイル
がクライエント・ノードでクローズしていた間に
別のノードでクライエント・キヤツシユ内のデー
タが修正されたか否かによつて決まる。データが
修正されていない場合は、フアイルの整合性を損
わずに、クライエント・ノード内のプロセスから
読取りおよび書込みによつてクライエント・ノー
ドにアクセスすることができる。クライエント・
キヤツシユ内のデータはすべて有効データであ
る。フアイルが一度クローズした後でオープンし
たとき、クライエント・キヤツシユを使つてアク
セスを行なうことにより、ネツトワークのトラフ
イツク・オーバーヘツドが減少し、したがつて応
答時間が改善される。
クライエント・ノードでフアイルがクローズし
ていた間に、クライエント・キヤツシユ内のデー
タが別のノードで修正されたか否かを判定するた
め、本発明のシステムは、クライエント・キヤツ
シユ内に代理ｉノードを含んでいる。代理ｉノー
ドは、サーバ・ノードを識別するフイールドと、
そのノード内のフアイルを識別するフアイル・ハ
ンドルを含んでいる。代理ｉノードは、フアイル
が最初にあるノードでオープンされるか、または
最後のクローズの後、始めてオープンされたと
き、クライエント・キヤツシユ内で作成される。
代理ｉノードが作成されるとき、サーバのクロツ
クによつて記録されたフアイルの最終修正時間
が、代理ｉノードに書き込まれる。本発明のシス
テムは、またサーバでのフアイルの最終修正時間
を示すフアイル修正時間フイールドを、キヤツシ
ユ・データ・ブロツク内に含んでいる。キヤツシ
ユ・データ・ブロツク内のフアイル修正時間フイ
ールドは、クライエント・ノードでフアイルが最
後にクローズしている間に更新される。
ていた間に、クライエント・キヤツシユ内のデー
タが別のノードで修正されたか否かを判定するた
め、本発明のシステムは、クライエント・キヤツ
シユ内に代理ｉノードを含んでいる。代理ｉノー
ドは、サーバ・ノードを識別するフイールドと、
そのノード内のフアイルを識別するフアイル・ハ
ンドルを含んでいる。代理ｉノードは、フアイル
が最初にあるノードでオープンされるか、または
最後のクローズの後、始めてオープンされたと
き、クライエント・キヤツシユ内で作成される。
代理ｉノードが作成されるとき、サーバのクロツ
クによつて記録されたフアイルの最終修正時間
が、代理ｉノードに書き込まれる。本発明のシス
テムは、またサーバでのフアイルの最終修正時間
を示すフアイル修正時間フイールドを、キヤツシ
ユ・データ・ブロツク内に含んでいる。キヤツシ
ユ・データ・ブロツク内のフアイル修正時間フイ
ールドは、クライエント・ノードでフアイルが最
後にクローズしている間に更新される。
本発明の方法は、クライエント・ノードでフア
イルがオープンし読み取られ、クローズされる間
に下記の各ステツプを含む。
イルがオープンし読み取られ、クローズされる間
に下記の各ステツプを含む。
クライエント・ノードにフアイルのオープンが
出されると、クライエント処理システム内の代理
ｉノード・テーブルを走査して、既存の代理ｉノ
ードを探す。何もない場合は、新しい代理ｉノー
ドが割り当てられ、サーバに遠隔オープン手順呼
出しが送られる。サーバでそのオープンが完了す
ると、サーバからクライエント・ノードへのオー
プン肯定応答に、そのフアイルの最終修正時間を
含める。この時間が、クライエント・ノードでそ
のフアイルの新しく割り当てられた代理ｉノード
に記録される。
出されると、クライエント処理システム内の代理
ｉノード・テーブルを走査して、既存の代理ｉノ
ードを探す。何もない場合は、新しい代理ｉノー
ドが割り当てられ、サーバに遠隔オープン手順呼
出しが送られる。サーバでそのオープンが完了す
ると、サーバからクライエント・ノードへのオー
プン肯定応答に、そのフアイルの最終修正時間を
含める。この時間が、クライエント・ノードでそ
のフアイルの新しく割り当てられた代理ｉノード
に記録される。
そのフアイルの新しいデータ・ブロツクが読み
取られるとき、新しいキヤツシユ・ブロツクがク
ライエント・キヤツシユ内に割り当てられる。各
キヤツシユ・ブロツクは、サーバ・ノード名、フ
アイル・ハンドル、および代理ｉノードからの最
終修正時間を含む。
取られるとき、新しいキヤツシユ・ブロツクがク
ライエント・キヤツシユ内に割り当てられる。各
キヤツシユ・ブロツクは、サーバ・ノード名、フ
アイル・ハンドル、および代理ｉノードからの最
終修正時間を含む。
フアイルが２回目以降にオープンされ、クライ
エント処理システム内の代理ｉノード・テーブル
を走査して既存の代理ｉノードを探すとき、以前
のオープンから既に代理ｉノードが存在している
ことになる。この場合、修正時間あるいは代理ｉ
ノードの変更はない。データ・ブロツク上の最終
修正時間は、２回目のオープンでも変更されな
い。
エント処理システム内の代理ｉノード・テーブル
を走査して既存の代理ｉノードを探すとき、以前
のオープンから既に代理ｉノードが存在している
ことになる。この場合、修正時間あるいは代理ｉ
ノードの変更はない。データ・ブロツク上の最終
修正時間は、２回目のオープンでも変更されな
い。
ASYNCモードにあるフアイルが最後にクロー
ズされる間、以下の各ステツプが行なわれる。ま
ず、クライエント・ノードがサーバにクローズ要
求を送る。次に、クライエント・ノードからクロ
ーズ要求を受け取ると、サーバはクライエント・
ノードにそのクローズの肯定応答を送る。クロー
ズの肯定応答と共に、サーバはクライエント・ノ
ードにフアイルが修正された最終時間を送る。サ
ーバは、この最終修正時間を入手するために、サ
ーバのデイスクに行かなければならないこともあ
る。次に、クライエント・ノードは代理ｉノード
の割り当てを解除し、そのサーバ・ノード名およ
びクローズされているフアイルに対するフアイ
ル・ハンドルを探してすべての遠隔キヤツシユ・
バツフアを走査する。次に、クライエント・ノー
ドは、対応するキヤツシユ・ブロツク内のすべて
の最終修正時間を、クローズ肯定応答と共にサー
バから受け取つた最終修正時間に変更する。
ズされる間、以下の各ステツプが行なわれる。ま
ず、クライエント・ノードがサーバにクローズ要
求を送る。次に、クライエント・ノードからクロ
ーズ要求を受け取ると、サーバはクライエント・
ノードにそのクローズの肯定応答を送る。クロー
ズの肯定応答と共に、サーバはクライエント・ノ
ードにフアイルが修正された最終時間を送る。サ
ーバは、この最終修正時間を入手するために、サ
ーバのデイスクに行かなければならないこともあ
る。次に、クライエント・ノードは代理ｉノード
の割り当てを解除し、そのサーバ・ノード名およ
びクローズされているフアイルに対するフアイ
ル・ハンドルを探してすべての遠隔キヤツシユ・
バツフアを走査する。次に、クライエント・ノー
ドは、対応するキヤツシユ・ブロツク内のすべて
の最終修正時間を、クローズ肯定応答と共にサー
バから受け取つた最終修正時間に変更する。
クライエント・キヤツシユからブロツクが読み
取られているとき、代理ｉノード中の時間がキヤ
ツシユ・データ・ブロツク中の時間と比較され
る。代理ｉノード中の時間がキヤツシユ・デー
タ・ブロツク中の時間よりも大きい場合は、クラ
イエント・ノードでデータ・フアイルがクローズ
されている間にクライエント・キヤツシユ内のデ
ータが修正されたことを示す。この場合、クライ
エント・ノードは、最終修正済みデータを得るた
め、ネツトワークを介してサーバに行かなければ
ならない。フアイルの整合性を維持するには、ク
ライエント・ノード内でのフアイルに対するすべ
てのデータ・ブロツクを無効にしなければならな
い。
取られているとき、代理ｉノード中の時間がキヤ
ツシユ・データ・ブロツク中の時間と比較され
る。代理ｉノード中の時間がキヤツシユ・デー
タ・ブロツク中の時間よりも大きい場合は、クラ
イエント・ノードでデータ・フアイルがクローズ
されている間にクライエント・キヤツシユ内のデ
ータが修正されたことを示す。この場合、クライ
エント・ノードは、最終修正済みデータを得るた
め、ネツトワークを介してサーバに行かなければ
ならない。フアイルの整合性を維持するには、ク
ライエント・ノード内でのフアイルに対するすべ
てのデータ・ブロツクを無効にしなければならな
い。
代理ｉノード中の時間がキヤツシユ・データ・
ブロツクに記録された時間と同じ場合は、クライ
エント・キヤツシユ内のデータが依然有効である
ことを示す。クライエント・ノードでフアイルが
クローズされた間に、他のノードがこのデータを
修正することはなかつた。この場合、クライエン
ト・ノード内のプロセスは、ネツトワークを介し
てフアイルが実際に存在するサーバへ行かずに、
クライエント・キヤツシユ内のデータ・ブロツク
を使用することができる。
ブロツクに記録された時間と同じ場合は、クライ
エント・キヤツシユ内のデータが依然有効である
ことを示す。クライエント・ノードでフアイルが
クローズされた間に、他のノードがこのデータを
修正することはなかつた。この場合、クライエン
ト・ノード内のプロセスは、ネツトワークを介し
てフアイルが実際に存在するサーバへ行かずに、
クライエント・キヤツシユ内のデータ・ブロツク
を使用することができる。
Ｅ 実施例
本発明では、第４図に示すように、各ノード
Ａ，Ｂ，Ｃにそれぞれローカル・キヤツシユ１２
Ａ，１２Ｂ，１２Ｃが存在する。フアイルがノー
ドＡのデイスク２Ａ上に永久的に常駐する場合、
ノードＡをサーバと呼ぶ。サーバＡでは、サー
バ・ノードＡで実行されるローカルプロセス１３
Ａによるキヤツシユ１２Ａの使い方は、上記の従
来技術の例で述べたスタンドアロン・システムの
場合と同様である。
Ａ，Ｂ，Ｃにそれぞれローカル・キヤツシユ１２
Ａ，１２Ｂ，１２Ｃが存在する。フアイルがノー
ドＡのデイスク２Ａ上に永久的に常駐する場合、
ノードＡをサーバと呼ぶ。サーバＡでは、サー
バ・ノードＡで実行されるローカルプロセス１３
Ａによるキヤツシユ１２Ａの使い方は、上記の従
来技術の例で述べたスタンドアロン・システムの
場合と同様である。
しかし、ノードＢ，Ｃで実行される遠隔プロセ
ス１３Ｂ，１３Ｃは第５図によりはつきりと示す
ように、サーバ・キヤツシユとクライエント．キ
ヤツシユを使つて、２段キヤツシング体系により
フアイル５にアクセスする。サーバ・ノードＡ
は、デイスク２Ａからフアイル・ブロツク５を入
手し、それをサーバ・キヤツシユ１２Ａに記憶す
る。クライエント・ノードＢは、ネツトワーク３
を介してサーバ・キヤツシユ１２Ａからフアイ
ル・ブロツク５を入手する。クライエント・ノー
ドＢは、サーバ・キヤツシユ１２Ａ内にあつたフ
アイル・ブロツク５をクライエント・キヤツシユ
１２Ｂに記憶する。クライエント・ノードＢのユ
ーザ・アドレス空間１４ＢがASYNCモードまた
はREADONLY同期モードでフアイル５からデ
ータをシークするとき、各アクセスごとにネツト
ワーク３を介してアクセスする代りにクライエン
ト・キヤツシユ１２Ｂにアクセスする。クライエ
ント・キヤツシユ１２Ｂを使つて遠隔フアイル５
にアクセスすると、ネツトワークのトラフイツ
ク・オーバーヘツドが節減できるので、パフオー
マンスが著しく改善できる。
ス１３Ｂ，１３Ｃは第５図によりはつきりと示す
ように、サーバ・キヤツシユとクライエント．キ
ヤツシユを使つて、２段キヤツシング体系により
フアイル５にアクセスする。サーバ・ノードＡ
は、デイスク２Ａからフアイル・ブロツク５を入
手し、それをサーバ・キヤツシユ１２Ａに記憶す
る。クライエント・ノードＢは、ネツトワーク３
を介してサーバ・キヤツシユ１２Ａからフアイ
ル・ブロツク５を入手する。クライエント・ノー
ドＢは、サーバ・キヤツシユ１２Ａ内にあつたフ
アイル・ブロツク５をクライエント・キヤツシユ
１２Ｂに記憶する。クライエント・ノードＢのユ
ーザ・アドレス空間１４ＢがASYNCモードまた
はREADONLY同期モードでフアイル５からデ
ータをシークするとき、各アクセスごとにネツト
ワーク３を介してアクセスする代りにクライエン
ト・キヤツシユ１２Ｂにアクセスする。クライエ
ント・キヤツシユ１２Ｂを使つて遠隔フアイル５
にアクセスすると、ネツトワークのトラフイツ
ク・オーバーヘツドが節減できるので、パフオー
マンスが著しく改善できる。
アプリケーシヨン・プログラム・レベルでのフ
アイル・アクセス・セマンテイツクスを保存しな
がら高パフオーマンスを達成するように、分散環
境でクライエント・キヤツシユ１２Ｂとサーバ・
キヤツシユ１２Ａの使用が管理される。こうする
ことにより、スタンドアロン・システムで走行す
る既存のプログラムを、修正なしに分散システム
で走行させることができる。
アイル・アクセス・セマンテイツクスを保存しな
がら高パフオーマンスを達成するように、分散環
境でクライエント・キヤツシユ１２Ｂとサーバ・
キヤツシユ１２Ａの使用が管理される。こうする
ことにより、スタンドアロン・システムで走行す
る既存のプログラムを、修正なしに分散システム
で走行させることができる。
フアイル・アクセス・セマンテイツクスは、別
のプロセスがフアイルをオープンして、読取りお
よび書込みシステム・コールを発行してフアイル
にアクセスし、それを修正するとき、フアイルの
整合性を保つ。このフアイル・アクセス・セマン
テイツクスの要件は、どの時間のどのバイト範囲
でも１つの入出力操作だけしか許されず、一度あ
る入出力操作が始まると、同じフアイルのバイト
範囲に対する別の入出力操作がその入出力操作を
強制排除できないことである。
のプロセスがフアイルをオープンして、読取りお
よび書込みシステム・コールを発行してフアイル
にアクセスし、それを修正するとき、フアイルの
整合性を保つ。このフアイル・アクセス・セマン
テイツクスの要件は、どの時間のどのバイト範囲
でも１つの入出力操作だけしか許されず、一度あ
る入出力操作が始まると、同じフアイルのバイト
範囲に対する別の入出力操作がその入出力操作を
強制排除できないことである。
再度第５図を参照して、その一例を示す。プロ
セス１３１がフアイル５内のバイト範囲Ｎ１−Ｎ
２に対して書込みシステム・コールを発行した場
合、バイト範囲Ｎ１−Ｎ２全体にプロセス１３１
がアクセスでき、かつバイト範囲Ｎ１−Ｎ２に関
する読取り操作が実行されていないときだけ、書
込みシステム・コールが実行できる。書込みシス
テム・コールの実行中、フアイル５のバイト範囲
Ｎ１−Ｎ２に関する他のすべての操作は、その書
込みが完了するまで中断されるる。ローカル・キ
ヤツシユ１２Ａにバイトが書き込まれて始めて、
書込みが完了する。書込み要求が完了すると、キ
ヤツシユ１２Ａに書き込まれたデータは、他のプ
ロセス１３１−１３Ｎのいずれかによる次の読取
り操作で見えるようになる。
セス１３１がフアイル５内のバイト範囲Ｎ１−Ｎ
２に対して書込みシステム・コールを発行した場
合、バイト範囲Ｎ１−Ｎ２全体にプロセス１３１
がアクセスでき、かつバイト範囲Ｎ１−Ｎ２に関
する読取り操作が実行されていないときだけ、書
込みシステム・コールが実行できる。書込みシス
テム・コールの実行中、フアイル５のバイト範囲
Ｎ１−Ｎ２に関する他のすべての操作は、その書
込みが完了するまで中断されるる。ローカル・キ
ヤツシユ１２Ａにバイトが書き込まれて始めて、
書込みが完了する。書込み要求が完了すると、キ
ヤツシユ１２Ａに書き込まれたデータは、他のプ
ロセス１３１−１３Ｎのいずれかによる次の読取
り操作で見えるようになる。
フアイル・アクセス・セマンテイツクスのもう
一つの要件は、Ｎ１−Ｎ２などのフアイルのバイ
ト範囲（１つのレコードでも、同じ入出力操作で
アクセスする関連する１組のレコードでもよい）
が読取り操作で見えるとき、フアイルのバイト範
囲Ｎ１−Ｎ２は、必ずこの範囲に対する最新の更
新を反映した一貫した１組のデータを含んでいな
ければならない。書込み操作の実行中は、このバ
イト範囲にアクセスできない。こうして、あるプ
ロセスから出された次の読取り要求では、古くな
つた更新前のデータではなく、今書かれたデータ
が読取られる。
一つの要件は、Ｎ１−Ｎ２などのフアイルのバイ
ト範囲（１つのレコードでも、同じ入出力操作で
アクセスする関連する１組のレコードでもよい）
が読取り操作で見えるとき、フアイルのバイト範
囲Ｎ１−Ｎ２は、必ずこの範囲に対する最新の更
新を反映した一貫した１組のデータを含んでいな
ければならない。書込み操作の実行中は、このバ
イト範囲にアクセスできない。こうして、あるプ
ロセスから出された次の読取り要求では、古くな
つた更新前のデータではなく、今書かれたデータ
が読取られる。
第５図に示す本発明の分散ネツトワーキング環
境では、異なるアプリケーシヨン・プログラム４
Ａ，４Ｂおよびプロセス１３１−１３Ｎ，２３１
−２３Ｎからの読取りおよび書込みシステム・コ
ールの実行が同期され、上記のフアイル・アクセ
ス・セマンテイツクスが保存されている。様々な
キヤツシユ、同期モードを利用して、同期が保証
される。特定のフアイル５に対して、入出力コー
ルは、アクセスするためフアイル５をオープンに
するプロセス１３１−１３Ｎ，２３１−２３Ｎの
位置および同期モードに応じてクライエントＢま
たはサーバＡのいずれかによつて同期化される。
境では、異なるアプリケーシヨン・プログラム４
Ａ，４Ｂおよびプロセス１３１−１３Ｎ，２３１
−２３Ｎからの読取りおよび書込みシステム・コ
ールの実行が同期され、上記のフアイル・アクセ
ス・セマンテイツクスが保存されている。様々な
キヤツシユ、同期モードを利用して、同期が保証
される。特定のフアイル５に対して、入出力コー
ルは、アクセスするためフアイル５をオープンに
するプロセス１３１−１３Ｎ，２３１−２３Ｎの
位置および同期モードに応じてクライエントＢま
たはサーバＡのいずれかによつて同期化される。
第６図に３つの同期モードを示し、第４図を参
照しながら説明を行なう。第１のモードは
ASYNCHモード、すなわち非同期モードと呼ば
れる。このモード４１では、第６図のブロツク４
４に示すように１つのクライエント遠隔モードの
みで実行されるプロセス１３Ｃによる読取り／書
込みアクセスのためにフアイル５がオープンにな
つている場合に、フアイル５が動作する。このモ
ード４１では、制御権はすべてクライエント・ノ
ードＣにある。これらの読取り／書込み操作に
は、サーバ・キヤツシユ１２Ａもクライエント・
キヤツシユ１２Ｃも使われる。クライエント・キ
ヤツシユ１２Ｃから充たせない場合にのみ、読取
りまたは書込み操作でサーバ・キヤツシユ１２Ａ
へのアクセスが必要になる。周期的同期操作によ
つて、あるいはクライエント・ノードＣ中でのす
べてのプロセス１３Ｃによつてフアイル５がクロ
ーズされたとき、または他のデータをキヤツシユ
に入れるスペースを空けるためにブロツクを書き
込まなければならないとき、クライエント・ノー
ド１２Ｃにある修正済みのデータ・ブロツクがサ
ーバ１２Ａに書き込まれる。さらに、フアイルが
ASYNCHモードからFULLSYNCHモードに変
更されるとき、修正済みのデータ・ブロツクがサ
ーバ１２Ａに書き込まれる。
照しながら説明を行なう。第１のモードは
ASYNCHモード、すなわち非同期モードと呼ば
れる。このモード４１では、第６図のブロツク４
４に示すように１つのクライエント遠隔モードの
みで実行されるプロセス１３Ｃによる読取り／書
込みアクセスのためにフアイル５がオープンにな
つている場合に、フアイル５が動作する。このモ
ード４１では、制御権はすべてクライエント・ノ
ードＣにある。これらの読取り／書込み操作に
は、サーバ・キヤツシユ１２Ａもクライエント・
キヤツシユ１２Ｃも使われる。クライエント・キ
ヤツシユ１２Ｃから充たせない場合にのみ、読取
りまたは書込み操作でサーバ・キヤツシユ１２Ａ
へのアクセスが必要になる。周期的同期操作によ
つて、あるいはクライエント・ノードＣ中でのす
べてのプロセス１３Ｃによつてフアイル５がクロ
ーズされたとき、または他のデータをキヤツシユ
に入れるスペースを空けるためにブロツクを書き
込まなければならないとき、クライエント・ノー
ド１２Ｃにある修正済みのデータ・ブロツクがサ
ーバ１２Ａに書き込まれる。さらに、フアイルが
ASYNCHモードからFULLSYNCHモードに変
更されるとき、修正済みのデータ・ブロツクがサ
ーバ１２Ａに書き込まれる。
第２のモード４２はREADONLYモード４２
である。READONLYモード４２は、第６図の
ブロツク４５に示すように、１つのノードＣ内の
プロセス１３Ｃからの、または複数のノードＢ，
Ｃ内プロセス１３Ｂ，１３Ｃからの読取り専用ア
クセスのためにオープンとなつているフアイル５
に用いられる。このモード４２では、サーバ・キ
ヤツシユ１２Ａとクライエント・キヤツシユ１２
Ｃの一方または両方が使われる。一時に１つまた
は複数のブロツクに対して、読取り要求が発行さ
れる。同じクライエント・ノードＢまたはＣから
の特定のデータ・ブロツクに対する他の読取り要
求は、どれもサーバ１２に行かず、当該のクライ
エント・キヤツシユ１２Ａまたは１２Ｃから読み
取られる。言い換えれば、クライエント・キヤツ
シユ１２Ｃまたは１２Ｂから充たせる場合、読取
り操作でサーバ１２Ａへのアクセスは必要ではな
い。まとめると、任意のノードＡ，Ｂ，Ｃ内のプ
ロセス１３Ａ，１３Ｂ，１３Ｃのいずれかによる
読取り専用アクセスのためにフアイル５がオープ
ンになつている場合に、フアイル５は
READONLYモード４２で動作する。第３のモ
ード４３はFULLSYNCHモードである。
FULLSYNCHモード４３は、第６図のブロツク
４８で示すように、サーバ・ノードＡ内のプロセ
ス１３Ａによる書込みアクセスのためにオープン
になつているフアイル５に用いられる。この同期
モード４３は、第６図のブロツク４６，４７で示
すように、サーバ・ノードＡおよび他の少なくと
も１つのノードＢ，Ｃでフアイル５がオープン
し、かつ少なくとも１つのプロセス１３Ａ，１３
Ｂ，１３Ｃで書込みアクセスのためにフアイル５
がオープンになつている場合にも用いられる。一
般に複数のノードでフアイル５がオープンし、そ
れらのノードのうちの１つで書込みアクセスのた
めにフアイルがオープンしている場合、そのフア
イルはFULLSYNCHモードである。
FULLSYNCHモード４３では、クライエント・
キヤツシユ１２Ｃまたは１２Ｂは迂回し、サー
バ・キヤツシユ１２Ａだけが用いられる。読取り
操作と書込み操作はすべてサーバ１２Ａで実行さ
れる。
である。READONLYモード４２は、第６図の
ブロツク４５に示すように、１つのノードＣ内の
プロセス１３Ｃからの、または複数のノードＢ，
Ｃ内プロセス１３Ｂ，１３Ｃからの読取り専用ア
クセスのためにオープンとなつているフアイル５
に用いられる。このモード４２では、サーバ・キ
ヤツシユ１２Ａとクライエント・キヤツシユ１２
Ｃの一方または両方が使われる。一時に１つまた
は複数のブロツクに対して、読取り要求が発行さ
れる。同じクライエント・ノードＢまたはＣから
の特定のデータ・ブロツクに対する他の読取り要
求は、どれもサーバ１２に行かず、当該のクライ
エント・キヤツシユ１２Ａまたは１２Ｃから読み
取られる。言い換えれば、クライエント・キヤツ
シユ１２Ｃまたは１２Ｂから充たせる場合、読取
り操作でサーバ１２Ａへのアクセスは必要ではな
い。まとめると、任意のノードＡ，Ｂ，Ｃ内のプ
ロセス１３Ａ，１３Ｂ，１３Ｃのいずれかによる
読取り専用アクセスのためにフアイル５がオープ
ンになつている場合に、フアイル５は
READONLYモード４２で動作する。第３のモ
ード４３はFULLSYNCHモードである。
FULLSYNCHモード４３は、第６図のブロツク
４８で示すように、サーバ・ノードＡ内のプロセ
ス１３Ａによる書込みアクセスのためにオープン
になつているフアイル５に用いられる。この同期
モード４３は、第６図のブロツク４６，４７で示
すように、サーバ・ノードＡおよび他の少なくと
も１つのノードＢ，Ｃでフアイル５がオープン
し、かつ少なくとも１つのプロセス１３Ａ，１３
Ｂ，１３Ｃで書込みアクセスのためにフアイル５
がオープンになつている場合にも用いられる。一
般に複数のノードでフアイル５がオープンし、そ
れらのノードのうちの１つで書込みアクセスのた
めにフアイルがオープンしている場合、そのフア
イルはFULLSYNCHモードである。
FULLSYNCHモード４３では、クライエント・
キヤツシユ１２Ｃまたは１２Ｂは迂回し、サー
バ・キヤツシユ１２Ａだけが用いられる。読取り
操作と書込み操作はすべてサーバ１２Ａで実行さ
れる。
第４図の分散ネツトワーキング環境１では、大
部分のフアイル５は、READONLYモード４２
（第６図）で複数のノードＡ，Ｂ，Ｃでのプロセ
ス１３Ａ，１３Ｂ，１３Ｃによる読取専用アクセ
スのためにオープンしたり、あるいはASYNCH
モード４１で１つのノードで更新のためにオープ
ンしたりする方が、FULLSYNCHモード４３で
複数のノードで実行されるプロセスによる読取
り／書込みアクセスのためにオープンするよりも
頻繁である。READONLYモード４２でも
ASYNCHモード４１でも、クライエント・キヤ
ツシユ１２Ｂ（第５図）を使用するため、遠隔読
取り／書込みのフアイル５にアクセスする応答時
間が著しく減少し、全体的システム・パフオーマ
ンスが向上する。
部分のフアイル５は、READONLYモード４２
（第６図）で複数のノードＡ，Ｂ，Ｃでのプロセ
ス１３Ａ，１３Ｂ，１３Ｃによる読取専用アクセ
スのためにオープンしたり、あるいはASYNCH
モード４１で１つのノードで更新のためにオープ
ンしたりする方が、FULLSYNCHモード４３で
複数のノードで実行されるプロセスによる読取
り／書込みアクセスのためにオープンするよりも
頻繁である。READONLYモード４２でも
ASYNCHモード４１でも、クライエント・キヤ
ツシユ１２Ｂ（第５図）を使用するため、遠隔読
取り／書込みのフアイル５にアクセスする応答時
間が著しく減少し、全体的システム・パフオーマ
ンスが向上する。
第８図に示すように、FULLSYNCHモードで
は、クライエント・キヤツシユは使われない。ク
ライエント・ノードＢは、各読取りおよび書込み
のたびにサーバＡからネツトワーク３を介してフ
アイル５にアクセスする。このモードでは、読取
り／書込み応答時間は増加するが、サーバＡに常
駐する対応するフアイルと一緒に更新されていな
いフアイル５をクライエント・ノードがローカ
ル・キヤツシユに保持しないので、フアイル・ア
クセス・セマンテイツクスは保存される。
は、クライエント・キヤツシユは使われない。ク
ライエント・ノードＢは、各読取りおよび書込み
のたびにサーバＡからネツトワーク３を介してフ
アイル５にアクセスする。このモードでは、読取
り／書込み応答時間は増加するが、サーバＡに常
駐する対応するフアイルと一緒に更新されていな
いフアイル５をクライエント・ノードがローカ
ル・キヤツシユに保持しないので、フアイル・ア
クセス・セマンテイツクスは保存される。
この３つのモードを使つてクライエント・キヤ
ツシユの使用を管理すると、読取りり／書込み応
答速度が全体的に平均して増加し、かつフアイル
の整合性が保たれるために、全体的システム・パ
フオーマンスが最適になる。ある状況ではクライ
エント・キヤツシユを使うので読取り／書込み応
答時間が減少し、別の状況ではクライエント・キ
ヤツシユを使わないので、フアイル・システム・
セマンテイツクスが保存される。
ツシユの使用を管理すると、読取りり／書込み応
答速度が全体的に平均して増加し、かつフアイル
の整合性が保たれるために、全体的システム・パ
フオーマンスが最適になる。ある状況ではクライ
エント・キヤツシユを使うので読取り／書込み応
答時間が減少し、別の状況ではクライエント・キ
ヤツシユを使わないので、フアイル・システム・
セマンテイツクスが保存される。
フアイルの同期モードは、どのノードでフアイ
ルがオープンになつているか、およびフアイルが
読取りのためにオープンになつているか、それと
も書込みのためにオープンになつているのかだけ
でなく、フアイルの存在する装置が生（raw）ア
クセス・モードでオープンになつているかどうか
にも依存する。ある装置に対する生アクセスと
は、装置２Ａ内のデータ・ブロツクLBN１（第
５図）がアクセスされるという意味である。すな
わち、装置２Ａの読取りおよび書込みは、装置２
Ａのデータ・ブロツクLBNIに対する読取りおよ
び書込みである。そのデータ・ブロツクがどのフ
アイルに属するのか重要ではない。装置２Ａは、
サーバ・ノードＡでのプロセス１３１−１３Ｎか
らの生アクセスのためにオープンすることができ
るが、遠隔ノードＢ，Ｃからの生アクセスのため
にオープンすることはできない。
ルがオープンになつているか、およびフアイルが
読取りのためにオープンになつているか、それと
も書込みのためにオープンになつているのかだけ
でなく、フアイルの存在する装置が生（raw）ア
クセス・モードでオープンになつているかどうか
にも依存する。ある装置に対する生アクセスと
は、装置２Ａ内のデータ・ブロツクLBN１（第
５図）がアクセスされるという意味である。すな
わち、装置２Ａの読取りおよび書込みは、装置２
Ａのデータ・ブロツクLBNIに対する読取りおよ
び書込みである。そのデータ・ブロツクがどのフ
アイルに属するのか重要ではない。装置２Ａは、
サーバ・ノードＡでのプロセス１３１−１３Ｎか
らの生アクセスのためにオープンすることができ
るが、遠隔ノードＢ，Ｃからの生アクセスのため
にオープンすることはできない。
第５図を参照すると、キヤツシユ１２Ａは、第
２図に関して先に説明したスタンドアロン・シス
テムと同様に、装置２ＡのブロツクLBN１とし
て管理される。サーバＡは、サーバ・キヤツシユ
１２Ａを装置２Ａ内の論理ブロツクLBN１とし
て見る。クライエント・ノードＢは、フアイル５
が装置２Ａ上のどこにあるのか知らない。クライ
エント・ノードＢが知つているのは、装置２Ａの
ブロツク番号Ｎ１にあるフアイル５にアクセスし
ていることだけである。クライエント・キヤツシ
ユ１２Ｂは、データをフアイル５の論理ブロツク
Ｎ１として扱う。サーバ・キヤツシユ１２Ａ内で
は、データは装置２Ａの論理ブロツクLBN１と
して扱われる。データをこのように扱う際に、サ
ーバＡは、データが生装置としての装置に書き込
まれ、かつそのフアイルの装置に書き込まれたブ
ロツクと同じブロツクに対する読取りが別にあつ
た場合に、新しく書き込まれたデータがその読取
りで見えることを保証することができる。このた
め、フアイル・システム・セマンテイツクスが保
存される。
２図に関して先に説明したスタンドアロン・シス
テムと同様に、装置２ＡのブロツクLBN１とし
て管理される。サーバＡは、サーバ・キヤツシユ
１２Ａを装置２Ａ内の論理ブロツクLBN１とし
て見る。クライエント・ノードＢは、フアイル５
が装置２Ａ上のどこにあるのか知らない。クライ
エント・ノードＢが知つているのは、装置２Ａの
ブロツク番号Ｎ１にあるフアイル５にアクセスし
ていることだけである。クライエント・キヤツシ
ユ１２Ｂは、データをフアイル５の論理ブロツク
Ｎ１として扱う。サーバ・キヤツシユ１２Ａ内で
は、データは装置２Ａの論理ブロツクLBN１と
して扱われる。データをこのように扱う際に、サ
ーバＡは、データが生装置としての装置に書き込
まれ、かつそのフアイルの装置に書き込まれたブ
ロツクと同じブロツクに対する読取りが別にあつ
た場合に、新しく書き込まれたデータがその読取
りで見えることを保証することができる。このた
め、フアイル・システム・セマンテイツクスが保
存される。
第５図に示すようにクライエント・ノードＢで
フアイルがアクセスされており、かつフアイルが
ASYNCHモードまたはREADONLYモードの場
合、クライエント・オペレーテイング・システム
１１Ｂは、システムコールREAD（フアイル記述
子、N1）１６中のフアイル記述子とフアイル内
のバイト範囲を、装置番号および装置内の論理ブ
ロツク番号に変換しない。クライアントは、フア
イル記述子とバイト範囲を、フアイル・ハンド
ル、ノード識別子、およびフアイル内の論理ブロ
ツク番号に変換する。クライエント・キヤツシユ
１２Ｂ内には、フアイル・ハンドル、ノード識別
子、およびフアイル内の論理ブロツク番号により
指定されるブロツク１７がが存在する。クライエ
ントのアプリケーシヨン・プログラム４Ｂから読
取り要求１６が発行される（第９図のステツプ
104）と、その読取り要求は、フアイル記述子お
よびフアイル内のバイト範囲と共にオペレーテイ
ング・システム１１Ｂに向う。次にオペレーテイ
ング・システム１１Ｂはクライエント・キヤツシ
ユ１２Ｂを見る（第９図のステツプ105）。フアイ
ル・ハンドル、ノード識別子、およびフアイル内
の論理ブロツク番号がそこにある場合、キヤツシ
ユ１２Ｂが読み取られる（第９図のステツプ
106）。そこにない場合（第９図のステツプ107）、
その読取り要求はサーバに送られる（第９図のス
テツプ108）。サーバは次にフアイル・ハンドルと
フアイル内の論理ブロツク番号を装置番号と装置
内の論理ブロツク番号に変換する（第９図のステ
ツプ109）。この変換が必要なのは、サーバ・キヤ
ツシユ１２Ａがスタンドアロン・システムと同様
に、装置番号と装置内のブロツク番号によつて管
理されるためである。読取り要求はサーバに送ら
れた後、第２図に関して先に説明したスタンドア
ロン・システムで読取り要求がそれ自体のアプリ
ケーシヨン・プログラムから来ている場合と同様
に扱われる。
フアイルがアクセスされており、かつフアイルが
ASYNCHモードまたはREADONLYモードの場
合、クライエント・オペレーテイング・システム
１１Ｂは、システムコールREAD（フアイル記述
子、N1）１６中のフアイル記述子とフアイル内
のバイト範囲を、装置番号および装置内の論理ブ
ロツク番号に変換しない。クライアントは、フア
イル記述子とバイト範囲を、フアイル・ハンド
ル、ノード識別子、およびフアイル内の論理ブロ
ツク番号に変換する。クライエント・キヤツシユ
１２Ｂ内には、フアイル・ハンドル、ノード識別
子、およびフアイル内の論理ブロツク番号により
指定されるブロツク１７がが存在する。クライエ
ントのアプリケーシヨン・プログラム４Ｂから読
取り要求１６が発行される（第９図のステツプ
104）と、その読取り要求は、フアイル記述子お
よびフアイル内のバイト範囲と共にオペレーテイ
ング・システム１１Ｂに向う。次にオペレーテイ
ング・システム１１Ｂはクライエント・キヤツシ
ユ１２Ｂを見る（第９図のステツプ105）。フアイ
ル・ハンドル、ノード識別子、およびフアイル内
の論理ブロツク番号がそこにある場合、キヤツシ
ユ１２Ｂが読み取られる（第９図のステツプ
106）。そこにない場合（第９図のステツプ107）、
その読取り要求はサーバに送られる（第９図のス
テツプ108）。サーバは次にフアイル・ハンドルと
フアイル内の論理ブロツク番号を装置番号と装置
内の論理ブロツク番号に変換する（第９図のステ
ツプ109）。この変換が必要なのは、サーバ・キヤ
ツシユ１２Ａがスタンドアロン・システムと同様
に、装置番号と装置内のブロツク番号によつて管
理されるためである。読取り要求はサーバに送ら
れた後、第２図に関して先に説明したスタンドア
ロン・システムで読取り要求がそれ自体のアプリ
ケーシヨン・プログラムから来ている場合と同様
に扱われる。
クローズされているフアイルには、同期モード
がない。しかし、あるプロセスによつてフアイル
が始めてオープンされると、第７図に示すように
下記の通り、フアイルの同期モードが初期設定さ
れる。
がない。しかし、あるプロセスによつてフアイル
が始めてオープンされると、第７図に示すように
下記の通り、フアイルの同期モードが初期設定さ
れる。
フアイルが常駐する装置Ｄがクローズされてい
る（61）、すなわち特別装置としてオープンされ
ていず且つフアイルが１つの遠隔ノードで書込み
アクセスのためにオーンされる場合（62）、フア
イルのための同期モードはASYNCモード４１に
初期設定される。
る（61）、すなわち特別装置としてオープンされ
ていず且つフアイルが１つの遠隔ノードで書込み
アクセスのためにオーンされる場合（62）、フア
イルのための同期モードはASYNCモード４１に
初期設定される。
フアイルが常駐する装置がクローズされ、１つ
または複数のノードでの読取り専用アクセスのた
めにフアイルがオープンになつている場合（63）、
あるいは装置もフアイルも読取り専用アクセスの
ためにオープンになつている場合（64）、フアイ
ルの同期モードはREADONLY４２である。
または複数のノードでの読取り専用アクセスのた
めにフアイルがオープンになつている場合（63）、
あるいは装置もフアイルも読取り専用アクセスの
ためにオープンになつている場合（64）、フアイ
ルの同期モードはREADONLY４２である。
フアイルが常駐する装置が読取り／書込みアク
セスためにブロツク特別装置としてオープンにな
つている場合（65）、あるいはフアイルが複数の
ノードでオープンし、少なくと１つのオープンが
書込みに対するものである場合、フアイルの同期
モードはFULLSYNCモード４３に初期設定され
る。ブロツク特別装置とは、その装置に対する生
アクセスがあるという意味である。
セスためにブロツク特別装置としてオープンにな
つている場合（65）、あるいはフアイルが複数の
ノードでオープンし、少なくと１つのオープンが
書込みに対するものである場合、フアイルの同期
モードはFULLSYNCモード４３に初期設定され
る。ブロツク特別装置とは、その装置に対する生
アクセスがあるという意味である。
フアイルがあるモードに初期設定されると、条
件が変われば、フアイル・モードもわることがあ
る。第７図で線７１ないし７６によつて示すよう
なあるモードから別のモードへの移行が、下記の
条件で起こり得る。
件が変われば、フアイル・モードもわることがあ
る。第７図で線７１ないし７６によつて示すよう
なあるモードから別のモードへの移行が、下記の
条件で起こり得る。
フアイルが現在ASYNCモード４１であり、そ
のフアイル（Ｆ）がオープンになつているノード
数が２以上になつた場合（81）、第７図で線７２
によつて示すように同期モードはFULLSYNCモ
ード４３に変わる。また、フアイルが常駐するブ
ロツク特別装置Ｄのオープンがある場合（82）、
同期モードはASYNCモード４１から
FULLSYNCモード４３に変わる。フアイルのク
ローズ動作については、そのクローズ動作がフア
イルの最終クローズではなく、フアイルは書込み
に対しては依然としてオープンである場合は、モ
ード変更は起こらない。しかし、そのクローズ動
作がそのフアイルの書込みアクセスに対する最終
クローズであり、残つているオープンはすべて読
込みアクセスに対するものである場合（83）は、
線７４で示すようにREADONLYモード４２が
新しいモードになる。そのクローズ動作がそのフ
アイルの最終クローズである場合、同期モードは
ない。
のフアイル（Ｆ）がオープンになつているノード
数が２以上になつた場合（81）、第７図で線７２
によつて示すように同期モードはFULLSYNCモ
ード４３に変わる。また、フアイルが常駐するブ
ロツク特別装置Ｄのオープンがある場合（82）、
同期モードはASYNCモード４１から
FULLSYNCモード４３に変わる。フアイルのク
ローズ動作については、そのクローズ動作がフア
イルの最終クローズではなく、フアイルは書込み
に対しては依然としてオープンである場合は、モ
ード変更は起こらない。しかし、そのクローズ動
作がそのフアイルの書込みアクセスに対する最終
クローズであり、残つているオープンはすべて読
込みアクセスに対するものである場合（83）は、
線７４で示すようにREADONLYモード４２が
新しいモードになる。そのクローズ動作がそのフ
アイルの最終クローズである場合、同期モードは
ない。
フアイルが現在READONLYモード４２であ
り、フアイル・オープン動作がある場合、そのオ
ープンが読取りに対するものなら、モード変更は
ない。しかし、そのオープンが書込みに対するも
のなら、線７３で示すようにすべてのオープンが
１つのクライエント・ノードで行なわれる場合
（84）、ASYNCモード４１が新しい同期モードと
なる。そうでなければ、同期モードは
FULLSYNCモード４３である。さらに、フアイ
ルが常駐する装置が読取り／書込みアクセスに対
してオープンになつている場合（87）、そのフア
イルの新しい同期モードはFULLSYNCモード４
３である。クローズ動作について、そのクローズ
がそのフアイルの最終クローズである場合、その
フアイルの同期モードはない。クローズ動作の
後、フアイルが１つまたは複数のノードで依然と
してオープンになつている場合、同期モードへの
変更はない。
り、フアイル・オープン動作がある場合、そのオ
ープンが読取りに対するものなら、モード変更は
ない。しかし、そのオープンが書込みに対するも
のなら、線７３で示すようにすべてのオープンが
１つのクライエント・ノードで行なわれる場合
（84）、ASYNCモード４１が新しい同期モードと
なる。そうでなければ、同期モードは
FULLSYNCモード４３である。さらに、フアイ
ルが常駐する装置が読取り／書込みアクセスに対
してオープンになつている場合（87）、そのフア
イルの新しい同期モードはFULLSYNCモード４
３である。クローズ動作について、そのクローズ
がそのフアイルの最終クローズである場合、その
フアイルの同期モードはない。クローズ動作の
後、フアイルが１つまたは複数のノードで依然と
してオープンになつている場合、同期モードへの
変更はない。
フアイルが現在FULLSYNCモード４３であ
り、そのフアイルに対して別のオープンがある場
合、あるいはフアイルが常駐する装置がオープン
される場合、同期モードの変更はない。フアイル
のクローズ動作の後、１つの遠隔ノードで読取
り／書込みアクセスのためのオープンが残つてお
り、かつそのフアイルが常駐するブロツク特別装
置がオープンされていない場合、線７１を介して
ブロツク８８で示されるように、同期モードは
ASYNCs-モード４１に変わる。フアイルが常駐
するブロツク特別装置がオープンされず、かつ線
７５上のブロツク８９で示されるように、そのフ
アイルが１つまたは複数のノードでの読取り専用
アクセスに対してオープンされる場合、あるいは
フアイルが常駐するブロツク特別装置が読取り専
用アクセスに対してオープンされ、かつそのフア
イルが読取り専用アクセスに対してオープンされ
る場合、同期モードはFULLSYNCモード４３か
らREADONLYモード４２に変わる。
り、そのフアイルに対して別のオープンがある場
合、あるいはフアイルが常駐する装置がオープン
される場合、同期モードの変更はない。フアイル
のクローズ動作の後、１つの遠隔ノードで読取
り／書込みアクセスのためのオープンが残つてお
り、かつそのフアイルが常駐するブロツク特別装
置がオープンされていない場合、線７１を介して
ブロツク８８で示されるように、同期モードは
ASYNCs-モード４１に変わる。フアイルが常駐
するブロツク特別装置がオープンされず、かつ線
７５上のブロツク８９で示されるように、そのフ
アイルが１つまたは複数のノードでの読取り専用
アクセスに対してオープンされる場合、あるいは
フアイルが常駐するブロツク特別装置が読取り専
用アクセスに対してオープンされ、かつそのフア
イルが読取り専用アクセスに対してオープンされ
る場合、同期モードはFULLSYNCモード４３か
らREADONLYモード４２に変わる。
フアイルおよび装置に対するすべてのオープン
動作およびクローズ動作は、サーバ・ノードで解
決される。サーバは、同期モードを変更する可能
性がある任意の動作を実行するとき、オープン・
フアイルの同期モードを決定する。また、サーバ
は同期モードの変更を実行する。サーバがそのフ
アイルに対する新しいオープンまたはクローズを
獲得するとき、そのフアイルの同期モードの変更
がトリガされることがある。必要とされる同期モ
ードが現在のモードではない場合、サーバはその
フアイルがオープンになつているすべてのクライ
エントに「同期モード変更」遠隔手順コール
（rpc）を送る。
動作およびクローズ動作は、サーバ・ノードで解
決される。サーバは、同期モードを変更する可能
性がある任意の動作を実行するとき、オープン・
フアイルの同期モードを決定する。また、サーバ
は同期モードの変更を実行する。サーバがそのフ
アイルに対する新しいオープンまたはクローズを
獲得するとき、そのフアイルの同期モードの変更
がトリガされることがある。必要とされる同期モ
ードが現在のモードではない場合、サーバはその
フアイルがオープンになつているすべてのクライ
エントに「同期モード変更」遠隔手順コール
（rpc）を送る。
フアイルが初めてオープンされた後、そのフア
イルをオープンしたクライエントに、そのフアイ
ルのモードが知られる。モードがASYNCまたは
READONLYである場合、クライエントは、第
５図に示すように、読取りのため、あるいは
ASYNCモードの場合は書込みのためにも、クラ
イエント・キヤツシユの使用を開始することがで
きる。クライエントは、通信リンクを介してサー
バに対して読取りまたは書込みを行なう必要はな
い。第８図に示すようなモードがFULLSYNCモ
ードである場合は、クライエント・キヤツシユは
使われず、クライエントは通信リンク３を介して
サーバに対し読取りまたは書込みを送る必要があ
る。
イルをオープンしたクライエントに、そのフアイ
ルのモードが知られる。モードがASYNCまたは
READONLYである場合、クライエントは、第
５図に示すように、読取りのため、あるいは
ASYNCモードの場合は書込みのためにも、クラ
イエント・キヤツシユの使用を開始することがで
きる。クライエントは、通信リンクを介してサー
バに対して読取りまたは書込みを行なう必要はな
い。第８図に示すようなモードがFULLSYNCモ
ードである場合は、クライエント・キヤツシユは
使われず、クライエントは通信リンク３を介して
サーバに対し読取りまたは書込みを送る必要があ
る。
第５図のサーバＡは、常にフアイル５のモード
５１を設定する。またサーバＡは、どのノードの
フアイルがオープンになつているか、およびそれ
らのオープンが読取りに対するものかそれとも書
込みに対するものかを知つている。サーバＡは、
ノード内のプロセス１３１−１３Ｎ，２３１−２
３Ｎに対してフアイルがオープンになつているか
どうか知る必要はない。サーバは、上記のすべて
の情報をフアイル・アクセス構造５０中に保存す
る。構造５０中には、同期モード５１、そのフア
イルがオープンになつているノードのリスト５
２、フアイル５の読取り数５３、およびフアイル
５への書込み数５３が含まれる。
５１を設定する。またサーバＡは、どのノードの
フアイルがオープンになつているか、およびそれ
らのオープンが読取りに対するものかそれとも書
込みに対するものかを知つている。サーバＡは、
ノード内のプロセス１３１−１３Ｎ，２３１−２
３Ｎに対してフアイルがオープンになつているか
どうか知る必要はない。サーバは、上記のすべて
の情報をフアイル・アクセス構造５０中に保存す
る。構造５０中には、同期モード５１、そのフア
イルがオープンになつているノードのリスト５
２、フアイル５の読取り数５３、およびフアイル
５への書込み数５３が含まれる。
フアイル・アクセス構造５０は、ｉノード５５
にリンクされている。ｉノード５５は、フアイル
５を識別するためのフアイル・ヘツダ５６を含ん
でいる。ｉノード５５はまた、フアイルがどの装
置上に常駐しているかに関する情報を含むブロツ
ク５７と、フアイルが装置上のどこに常駐してい
るかに関する情報を含むブロツク５８を含んでい
る。
にリンクされている。ｉノード５５は、フアイル
５を識別するためのフアイル・ヘツダ５６を含ん
でいる。ｉノード５５はまた、フアイルがどの装
置上に常駐しているかに関する情報を含むブロツ
ク５７と、フアイルが装置上のどこに常駐してい
るかに関する情報を含むブロツク５８を含んでい
る。
ｉノード５５はまた、２つの時間ビツト１１１
と１１２を含んでいる。時間ビツトは、そのフア
イルに関する情報の追跡を助けるためにｉノード
５５中で使用される。時間アクセス・ビツト１１
１は、そのフアイルまたはデータが読み取られた
ことを示す。時間変更ビツト１１２は、そのデー
タまたはフアイルが書込みアクセスによつて修正
されたことを示す。
と１１２を含んでいる。時間ビツトは、そのフア
イルに関する情報の追跡を助けるためにｉノード
５５中で使用される。時間アクセス・ビツト１１
１は、そのフアイルまたはデータが読み取られた
ことを示す。時間変更ビツト１１２は、そのデー
タまたはフアイルが書込みアクセスによつて修正
されたことを示す。
時間変更ビツト１１２が設定され、下記の３つ
の事象のいずれかが起こると、サーバＡでの実際
の時間と、サーバ・キヤツシユ内の修正済みデー
タが、デイスク２に書き込まれる。３種の事象と
は、フアイル状況検査、フアイル・クローズ、お
よび周期的同期である。周期的同期は、１分毎の
ような周期的にキヤツシユをデイスクに書き込む
ものである。サーバ時間およびサーバ・キヤツシ
ユ１２Ａ内のデータがデイスク２に書き込まれる
と、時間変更ビツト１１２がリセツトされる。
の事象のいずれかが起こると、サーバＡでの実際
の時間と、サーバ・キヤツシユ内の修正済みデー
タが、デイスク２に書き込まれる。３種の事象と
は、フアイル状況検査、フアイル・クローズ、お
よび周期的同期である。周期的同期は、１分毎の
ような周期的にキヤツシユをデイスクに書き込む
ものである。サーバ時間およびサーバ・キヤツシ
ユ１２Ａ内のデータがデイスク２に書き込まれる
と、時間変更ビツト１１２がリセツトされる。
フアイル状況検査要求がある場合、サーバＡは
フアイルがオープンになつているかどうか検査
し、ｉノード・ビツトの検査によつて、時間変更
ビツト１１２が設定されている場合は、状況要求
時間を示す新しい時間が書き込まれ、状況が戻さ
れる。その後に状況要求が出された場合、要求ノ
ードは、フアイルの変更時間を示す時間を受け取
ることになる。次の状況要求に対しては時間ビツ
ト１１２は変更されない。
フアイルがオープンになつているかどうか検査
し、ｉノード・ビツトの検査によつて、時間変更
ビツト１１２が設定されている場合は、状況要求
時間を示す新しい時間が書き込まれ、状況が戻さ
れる。その後に状況要求が出された場合、要求ノ
ードは、フアイルの変更時間を示す時間を受け取
ることになる。次の状況要求に対しては時間ビツ
ト１１２は変更されない。
上記のように設定されたフアイル修正時間は、
クライエントＢがフアイル５をクローズした後で
フアイル５が変更されたことの表示としてクライ
エントＢが使用する。クライエントＢがあるフア
イルをクローズすると、それが最後のクローズで
あつた場合、サーバはそのクローズされたフアイ
ル５に対するフアイル・アクセス構造５０から脱
する。そのフアイルがノードＢでクローズになつ
ているときに別のノードがそのフアイルをオープ
ンにした場合、フアイル・アクセス構造５０は、
ブロツク５２内にオープン・ノードに関する情報
のみを含む。言い換えれば、一度ノードＢがある
フアイルをクローズすると、サーバはノードＢが
以前にフアイルをオープンしたことを示す何の情
報も保持しない。
クライエントＢがフアイル５をクローズした後で
フアイル５が変更されたことの表示としてクライ
エントＢが使用する。クライエントＢがあるフア
イルをクローズすると、それが最後のクローズで
あつた場合、サーバはそのクローズされたフアイ
ル５に対するフアイル・アクセス構造５０から脱
する。そのフアイルがノードＢでクローズになつ
ているときに別のノードがそのフアイルをオープ
ンにした場合、フアイル・アクセス構造５０は、
ブロツク５２内にオープン・ノードに関する情報
のみを含む。言い換えれば、一度ノードＢがある
フアイルをクローズすると、サーバはノードＢが
以前にフアイルをオープンしたことを示す何の情
報も保持しない。
上述のように、フアイルは、複数のクライエン
ト・ノードＢ，Ｃおよびサーバ・ノードＡで実行
中のプロセスによつて、読取り専用アクセスに対
してオープンする（すなわちREADONLYモー
ド）こともでき、また１つのクライエント・ノー
ドのみでのプロセスによつて読取りおよび書込み
のためにオープンする（すなわち、ASYNCモー
ド）こともできる。どちらの場合でも、各クライ
エント・ノード中のクライエント・キヤツシユ
は、潜在的にそのフアイルの有効なブロツクを有
する。フアイルがクライエントＢでのすべてのプ
ロセスによつてクローズされる場合、クライエン
トＢの各ブロツクは自動的に無効化されない。ク
ライエントＢ中に使用できるデータ・ブロツクを
保持することにより、フアイルをノードＢのいず
れかのプロセスによつて再オープンする場合、こ
のデータに対する遠隔読取りをサーバＡに出す必
要はない。
ト・ノードＢ，Ｃおよびサーバ・ノードＡで実行
中のプロセスによつて、読取り専用アクセスに対
してオープンする（すなわちREADONLYモー
ド）こともでき、また１つのクライエント・ノー
ドのみでのプロセスによつて読取りおよび書込み
のためにオープンする（すなわち、ASYNCモー
ド）こともできる。どちらの場合でも、各クライ
エント・ノード中のクライエント・キヤツシユ
は、潜在的にそのフアイルの有効なブロツクを有
する。フアイルがクライエントＢでのすべてのプ
ロセスによつてクローズされる場合、クライエン
トＢの各ブロツクは自動的に無効化されない。ク
ライエントＢ中に使用できるデータ・ブロツクを
保持することにより、フアイルをノードＢのいず
れかのプロセスによつて再オープンする場合、こ
のデータに対する遠隔読取りをサーバＡに出す必
要はない。
本発明のシステムおよび方法は、クライエン
ト・ノードＢに、クライエント・ノードＢがフア
イル５をクローズした間にあるフアイルが別のノ
ードで書き込まれたか否かを判定する手段を与え
る。クライエントＢは、フアイルがクライエント
Ｂでクローズされている間にそのフアイルに対す
る書込み動作が行なわれなかつた場合にだけ、ク
ライエント・キヤツシユ内のフアイル・ブロツク
を使用することができる。クライエント・ノード
Ｂがこのフアイルを再オープンし、かつそのフア
イルがクライエント・ノードＢでクローズされて
いる間に変更されなかつた場合、クライエント・
ノードＢはクライエント・キヤツシユ１２Ｂから
直接にフアイル５にアクセスすることができる。
クライエント・ノードＢがフアイル５を再オープ
ンし、かつフアイル５がクライエント・ノードＢ
でクローズされている間に変更された場合、クラ
イエント・ノードＢは、変更されたフアイル５を
得るために、ネツトワーク３を介してサーバに行
かなければならない。その後、変更済みフアイル
が、後でアクセスするためにクライエント・キヤ
ツシユ１２Ｂに記憶される。
ト・ノードＢに、クライエント・ノードＢがフア
イル５をクローズした間にあるフアイルが別のノ
ードで書き込まれたか否かを判定する手段を与え
る。クライエントＢは、フアイルがクライエント
Ｂでクローズされている間にそのフアイルに対す
る書込み動作が行なわれなかつた場合にだけ、ク
ライエント・キヤツシユ内のフアイル・ブロツク
を使用することができる。クライエント・ノード
Ｂがこのフアイルを再オープンし、かつそのフア
イルがクライエント・ノードＢでクローズされて
いる間に変更されなかつた場合、クライエント・
ノードＢはクライエント・キヤツシユ１２Ｂから
直接にフアイル５にアクセスすることができる。
クライエント・ノードＢがフアイル５を再オープ
ンし、かつフアイル５がクライエント・ノードＢ
でクローズされている間に変更された場合、クラ
イエント・ノードＢは、変更されたフアイル５を
得るために、ネツトワーク３を介してサーバに行
かなければならない。その後、変更済みフアイル
が、後でアクセスするためにクライエント・キヤ
ツシユ１２Ｂに記憶される。
本発明のシステムおよび方法は、第１図と第１
１図を同時に参照すると最もよく説明できる。フ
アイル５ががクライエント・ノードＢ中のプロセ
ス１３１によつて初めてオープンされる（ステツ
プ120）と、クライエント・ノードＢは代理ｉノ
ード１１４を作成する（ステツプ121）。代理ｉノ
ードは、ｉノードが含む情報のすべてを含んでい
るのではない点以外は、ｉノードと同様である。
１図を同時に参照すると最もよく説明できる。フ
アイル５ががクライエント・ノードＢ中のプロセ
ス１３１によつて初めてオープンされる（ステツ
プ120）と、クライエント・ノードＢは代理ｉノ
ード１１４を作成する（ステツプ121）。代理ｉノ
ードは、ｉノードが含む情報のすべてを含んでい
るのではない点以外は、ｉノードと同様である。
クライエント・ノードＢで遠隔フアイル５に対
するるオープンが出されると、フアイル５に対す
る既存の代理ｉノードを探すため、クライエント
処理システム中の代理ｉノード・テーブルが走査
される。代理ｉノードが存在しない場合は、新し
い代理ｉノードが割り当てられる。オープン遠隔
手順コールが、クライエントからサーバに送られ
る。サーバでそのオープンが完了すると、サーバ
からクライエントに送られるオープン肯定応答
は、フアイル５に対する最終修正時間を含むこと
になる。サーバ・デイスク２に書き込まれたフア
イル５に対する最終修正時間２２がクライエン
ト・ノードＢのブロツク１１５内の新しく割り当
てられた代理ｉノード１１４に記録される（ステ
ツプ122）。ブロツク２２およびブロツク１１５に
記録される修正時間Ｔ１は、クライエントＢでは
なくサーバＡにおける時間である。サーバ・ノー
ドＡでは、ブロツク５２中フアイル・アクセス構
造５０が、そのフアイルがノードＢでオープンに
なつていることを示すように更新される（ステツ
プ123）。
するるオープンが出されると、フアイル５に対す
る既存の代理ｉノードを探すため、クライエント
処理システム中の代理ｉノード・テーブルが走査
される。代理ｉノードが存在しない場合は、新し
い代理ｉノードが割り当てられる。オープン遠隔
手順コールが、クライエントからサーバに送られ
る。サーバでそのオープンが完了すると、サーバ
からクライエントに送られるオープン肯定応答
は、フアイル５に対する最終修正時間を含むこと
になる。サーバ・デイスク２に書き込まれたフア
イル５に対する最終修正時間２２がクライエン
ト・ノードＢのブロツク１１５内の新しく割り当
てられた代理ｉノード１１４に記録される（ステ
ツプ122）。ブロツク２２およびブロツク１１５に
記録される修正時間Ｔ１は、クライエントＢでは
なくサーバＡにおける時間である。サーバ・ノー
ドＡでは、ブロツク５２中フアイル・アクセス構
造５０が、そのフアイルがノードＢでオープンに
なつていることを示すように更新される（ステツ
プ123）。
次に最初の読取りが出された場合、クライエン
ト・キヤツシユ１２Ｂ中のデータ・ブロツク１１
６が割り当てられる（ステツプ124）。データ・ブ
ロツク１１６の最初のビツト１５２は、サーバ・
ノードＡを識別する。第２のビツト１５３は、フ
アイル５を識別するためのフアイル・ハンドルを
含んでいる。フアイル５内のあるブロツクに新し
いキヤツシユ・ブロツクが割り当てられると、代
理ｉノード１１４のブロツク１１５から得られる
修正時間Ｔ１が、データ・ブロツク１１６のビツ
ト１１７のキヤツシユ・ブロツク・ヘツダにコピ
ーされる。サーバ・ノードＡでは、フアイル・ア
クセス構造５０が、ブロツク５３中の読取り数が
１であることを示す（ステツプ125）。
ト・キヤツシユ１２Ｂ中のデータ・ブロツク１１
６が割り当てられる（ステツプ124）。データ・ブ
ロツク１１６の最初のビツト１５２は、サーバ・
ノードＡを識別する。第２のビツト１５３は、フ
アイル５を識別するためのフアイル・ハンドルを
含んでいる。フアイル５内のあるブロツクに新し
いキヤツシユ・ブロツクが割り当てられると、代
理ｉノード１１４のブロツク１１５から得られる
修正時間Ｔ１が、データ・ブロツク１１６のビツ
ト１１７のキヤツシユ・ブロツク・ヘツダにコピ
ーされる。サーバ・ノードＡでは、フアイル・ア
クセス構造５０が、ブロツク５３中の読取り数が
１であることを示す（ステツプ125）。
クライエント・ノードＢからの、たとえばプロ
セス２３２からの２回目のオープン（ステツプ
126）の場合、新しい代理ｉノード１１４は作成
されない。クライエント・ノードでその後さらに
フアイル５がオープンされる場合、以前に割り振
られた代理ｉノード１１４を使用し、最初のオー
プンで記憶されたフアイル修正時間は更新されな
い。
セス２３２からの２回目のオープン（ステツプ
126）の場合、新しい代理ｉノード１１４は作成
されない。クライエント・ノードでその後さらに
フアイル５がオープンされる場合、以前に割り振
られた代理ｉノード１１４を使用し、最初のオー
プンで記憶されたフアイル修正時間は更新されな
い。
クライエント・ノードＢ中のフアイル５をオー
プンした何れかのプロセス２３１−２３Ｎから２
回目の読取りが行なわれる場合、クライエント・
キヤツシユ１２Ｂ中の別のデータ・ブロツク１１
８が割り当てられ、代理ｉノード１１４のブロツ
ク１１５中の時間Ｔ２が新しいデータ・ブロツク
１１８のブロツク１１７に書き込まれる。それに
対応して、サーバ・ノードＡのフアイル・アクセ
ス構造５０がブロツク５３中で読取りのために２
回のオープンがあつたことを反映するように更新
される（ステツプ128）。
プンした何れかのプロセス２３１−２３Ｎから２
回目の読取りが行なわれる場合、クライエント・
キヤツシユ１２Ｂ中の別のデータ・ブロツク１１
８が割り当てられ、代理ｉノード１１４のブロツ
ク１１５中の時間Ｔ２が新しいデータ・ブロツク
１１８のブロツク１１７に書き込まれる。それに
対応して、サーバ・ノードＡのフアイル・アクセ
ス構造５０がブロツク５３中で読取りのために２
回のオープンがあつたことを反映するように更新
される（ステツプ128）。
クライエント・ノードＢ中のプロセス２３１が
フアイル５をクローズする（ステツプ129）場合、
そのクローズがサーバ・ノードＡに送られる。次
にサーバＡはブロツク５３中の読取り数を示す使
用カウントを減分する（ステツプ130）。この例で
は、カウントは２から１になるはずである。
フアイル５をクローズする（ステツプ129）場合、
そのクローズがサーバ・ノードＡに送られる。次
にサーバＡはブロツク５３中の読取り数を示す使
用カウントを減分する（ステツプ130）。この例で
は、カウントは２から１になるはずである。
クライエント・ノードＢでフアイル５が最後に
クローズされる（ステツプ131）場合、サーバＡ
はフアイル・アクセス構造５０中の使用カウント
を減分して、ノードＢにオープンがないようにす
る。フアイル・アクセス構造５０中のブロツク５
３とブロツク５４がゼロとなる。あるクライエン
ト・ノードについてこれらのブロツクがゼロにな
ると、サーバは、最後のクローズが行なわれたこ
とを知り、そのクライエントＢに対するフアイ
ル・アクセス構造５０を除去する（ステツプ
132）。サーバＡはクライエントＢにクローズ肯定
応答を送る（ステツプ133）。サーバは、この肯定
応答と一緒に、そのフアイルがサーバで記録され
ているように修正された最後の時間を戻す。フア
イルがASYNCモードの場合、クライエント・キ
ヤツシユが走査され、フアイル５に対するフアイ
ル・ハンドルを有するすべてのキヤツシユ・ブロ
ツクについて修正時間がクローズ肯定応答中の時
間を使つて更新される。要するに、データ・ブロ
ツク１１６，１１８内のすべての時間が、装置２
に書き込まれたブロツク２２中のフアイル５に対
する最終時間Ｔ２で更新される（ステツプ134）。
また、クライエント・ノードＢで最後のクローズ
が行なわれたとき、クライエント・ノードＢは、
ステツプ121で最初のオープンにおいて作成され
た代理ｉノード１１４を解除する。
クローズされる（ステツプ131）場合、サーバＡ
はフアイル・アクセス構造５０中の使用カウント
を減分して、ノードＢにオープンがないようにす
る。フアイル・アクセス構造５０中のブロツク５
３とブロツク５４がゼロとなる。あるクライエン
ト・ノードについてこれらのブロツクがゼロにな
ると、サーバは、最後のクローズが行なわれたこ
とを知り、そのクライエントＢに対するフアイ
ル・アクセス構造５０を除去する（ステツプ
132）。サーバＡはクライエントＢにクローズ肯定
応答を送る（ステツプ133）。サーバは、この肯定
応答と一緒に、そのフアイルがサーバで記録され
ているように修正された最後の時間を戻す。フア
イルがASYNCモードの場合、クライエント・キ
ヤツシユが走査され、フアイル５に対するフアイ
ル・ハンドルを有するすべてのキヤツシユ・ブロ
ツクについて修正時間がクローズ肯定応答中の時
間を使つて更新される。要するに、データ・ブロ
ツク１１６，１１８内のすべての時間が、装置２
に書き込まれたブロツク２２中のフアイル５に対
する最終時間Ｔ２で更新される（ステツプ134）。
また、クライエント・ノードＢで最後のクローズ
が行なわれたとき、クライエント・ノードＢは、
ステツプ121で最初のオープンにおいて作成され
た代理ｉノード１１４を解除する。
クライエント・ノードでの最終クローズ後、ク
ライエント・ノードＢにあるプロセス２３１−２
３Ｎがフアイル５を再オープンすることがある
（ステツプ135）。この再オープンの場合、クライ
エント・ノードＢはフアイル５に対する新しい代
理ｉノード１５０を作成し、最終時間Ｔ３をサー
バの装置２のブロツク２２から代理ｉノード１５
０のブロツク１５１に書き込む（ステツプ136）。
フアイル５がクライエント・ノードＢでクローズ
になつていた間に他のノードＡ，Ｃがフアイル５
を変更しなかつた場合、デイスク２上の時間Ｔ３
は、クローズ肯定応答中（ステツプ133，134）
に、デイスク２からデータ・ブロツク１１６，１
１８に書き込まれた時間Ｔ２から変更されていな
いはずである。しかし、フアイル５がクライエン
ト・ノードでクローズになつていた間に他のノー
ドＡ，Ｃがフアイル５に書込みを行なつた場合
は、装置２のブロツク２２中の時間Ｔ３は、クロ
ーズ肯定応答中（ステツプ133，135）にデイスク
２からデータ・ブロツク１１６，１１８に書き込
まれた時間Ｔ２よりも大きくなるはずである。
ライエント・ノードＢにあるプロセス２３１−２
３Ｎがフアイル５を再オープンすることがある
（ステツプ135）。この再オープンの場合、クライ
エント・ノードＢはフアイル５に対する新しい代
理ｉノード１５０を作成し、最終時間Ｔ３をサー
バの装置２のブロツク２２から代理ｉノード１５
０のブロツク１５１に書き込む（ステツプ136）。
フアイル５がクライエント・ノードＢでクローズ
になつていた間に他のノードＡ，Ｃがフアイル５
を変更しなかつた場合、デイスク２上の時間Ｔ３
は、クローズ肯定応答中（ステツプ133，134）
に、デイスク２からデータ・ブロツク１１６，１
１８に書き込まれた時間Ｔ２から変更されていな
いはずである。しかし、フアイル５がクライエン
ト・ノードでクローズになつていた間に他のノー
ドＡ，Ｃがフアイル５に書込みを行なつた場合
は、装置２のブロツク２２中の時間Ｔ３は、クロ
ーズ肯定応答中（ステツプ133，135）にデイスク
２からデータ・ブロツク１１６，１１８に書き込
まれた時間Ｔ２よりも大きくなるはずである。
第１１図の判断ブロツク１３７に示すように、
クライエント・ノードＢであるフアイルが再オー
プンされると、ブロツク１５１内の新しい代理ｉ
ノード１５０に今書き込まれたばかりの時間Ｔ３
が、それぞれデータ・ブロツク１１６，１１８の
ブロツク１１７，１１９内の時間Ｔ２と比較され
る。代理ｉノード１５０内の時間Ｔ３がデータ・
ブロツク１１６，１１８内の時間Ｔ２と等しくな
い場合、クライエント・キヤツシユのデータ・ブ
ロツク内のデータは使用できない。クライエント
Ｂはネツトワーク３を介してサーバＡにアクセス
し、デイスク２からサーバ・キヤツシユ１２Ａを
経てクライエント・キヤツシユ１２Ｂへという２
段階のキヤツシユ・アクセス体系を開始しなけれ
ばならない。代理ｉノード１５０内の時間Ｔ３０
がキヤツシユ・データ・ブロツク１１６，１１８
内の時間Ｔ２と同じ場合は、クライエント・ノー
ドＢ内のプロセス２３１−２３Ｎが、ネツトワー
ク３を介して出て行かずに、直接にクライエン
ト・キヤツシユ１２Ｂからデータにアクセスする
ことができる（ステツプ139）。
クライエント・ノードＢであるフアイルが再オー
プンされると、ブロツク１５１内の新しい代理ｉ
ノード１５０に今書き込まれたばかりの時間Ｔ３
が、それぞれデータ・ブロツク１１６，１１８の
ブロツク１１７，１１９内の時間Ｔ２と比較され
る。代理ｉノード１５０内の時間Ｔ３がデータ・
ブロツク１１６，１１８内の時間Ｔ２と等しくな
い場合、クライエント・キヤツシユのデータ・ブ
ロツク内のデータは使用できない。クライエント
Ｂはネツトワーク３を介してサーバＡにアクセス
し、デイスク２からサーバ・キヤツシユ１２Ａを
経てクライエント・キヤツシユ１２Ｂへという２
段階のキヤツシユ・アクセス体系を開始しなけれ
ばならない。代理ｉノード１５０内の時間Ｔ３０
がキヤツシユ・データ・ブロツク１１６，１１８
内の時間Ｔ２と同じ場合は、クライエント・ノー
ドＢ内のプロセス２３１−２３Ｎが、ネツトワー
ク３を介して出て行かずに、直接にクライエン
ト・キヤツシユ１２Ｂからデータにアクセスする
ことができる（ステツプ139）。
ASYNCまたはREADONLY同期モードのフア
イルでは、クライエントは、上記の諸ステツプに
もとづいて、特定のキヤツシユ・ブロツク内のデ
ータが有効かどうか判断する。クライエントがこ
の判断を下だせるようにするため、各キヤツシ
ユ・ブロツクのヘツダに、サーバのクロツクにも
とづくそのフアイルに対する最終修正時間が含ま
れている。この最終修正時間は、そのブロツクが
サーバから読み取られるときにキヤツシユ・ブロ
ツクに記録され、そのフアイルがそのクライエン
ト・ノードで最後にクローズされたときに更新さ
れる。既存のキヤツシユ・ブロツクが読取りのた
め（または部分ブロツクへの書込みのために）ア
クセスされるとき、そのヘツダ内にある修正時間
が代理ｉノード内の時間と比較される。代理ｉノ
ード内の時間がキヤツシユ・ブロツク内の時間と
等しい場合、そのブロツク内のデータは有効であ
り、フアイル・システム・セマンテイツクスを保
存しながら、クライエントがそれを使うことがで
きる。代理ｉノード内の時間がキヤツシユ・ブロ
ツク内の時間と等しくない場合、そのブロツク内
のデータは無効であり、クライエントがそれを使
用できない。クライエントは、サーバにそのデー
タ・ブロツクに対する読取り遠隔手順コールを送
る。
イルでは、クライエントは、上記の諸ステツプに
もとづいて、特定のキヤツシユ・ブロツク内のデ
ータが有効かどうか判断する。クライエントがこ
の判断を下だせるようにするため、各キヤツシ
ユ・ブロツクのヘツダに、サーバのクロツクにも
とづくそのフアイルに対する最終修正時間が含ま
れている。この最終修正時間は、そのブロツクが
サーバから読み取られるときにキヤツシユ・ブロ
ツクに記録され、そのフアイルがそのクライエン
ト・ノードで最後にクローズされたときに更新さ
れる。既存のキヤツシユ・ブロツクが読取りのた
め（または部分ブロツクへの書込みのために）ア
クセスされるとき、そのヘツダ内にある修正時間
が代理ｉノード内の時間と比較される。代理ｉノ
ード内の時間がキヤツシユ・ブロツク内の時間と
等しい場合、そのブロツク内のデータは有効であ
り、フアイル・システム・セマンテイツクスを保
存しながら、クライエントがそれを使うことがで
きる。代理ｉノード内の時間がキヤツシユ・ブロ
ツク内の時間と等しくない場合、そのブロツク内
のデータは無効であり、クライエントがそれを使
用できない。クライエントは、サーバにそのデー
タ・ブロツクに対する読取り遠隔手順コールを送
る。
好ましい実施例は、下記のようにまとめること
ができる。まず、各代理ｉノードは、フアイル修
正時間フイールドを有する。第二に、クライエン
ト・キヤツシユ・ブロツクは、フアイル修正時間
フイールドを有する。第三に、キヤツシユ・ブロ
ツクのフアイル修正時間が代理ｉノードのフアイ
ル修正時間に等しい場合にのみ、クライエント・
キヤツシユ・ブロツクが有効である。第四に、フ
アイルがまだあるクライエント・ノードでオープ
ンになつていないとき、そのクライエント・ノー
ドでフアイルがオープンされると直ちに、そのク
ライエント・ノードで代理ｉノードが作成され
る。
ができる。まず、各代理ｉノードは、フアイル修
正時間フイールドを有する。第二に、クライエン
ト・キヤツシユ・ブロツクは、フアイル修正時間
フイールドを有する。第三に、キヤツシユ・ブロ
ツクのフアイル修正時間が代理ｉノードのフアイ
ル修正時間に等しい場合にのみ、クライエント・
キヤツシユ・ブロツクが有効である。第四に、フ
アイルがまだあるクライエント・ノードでオープ
ンになつていないとき、そのクライエント・ノー
ドでフアイルがオープンされると直ちに、そのク
ライエント・ノードで代理ｉノードが作成され
る。
第五に、１）サーバからオープン要求があつた
ために代理ｉノードが作成されるとき、２）サー
バから同期モード変更要求があつたために、クラ
イエントが同期モード変更要求を受け取つたと
き、３）クライエント・ノードでクローズが行な
われたためにフアイルからのクライエント・ノー
ドでASYNCモードからREADONLY同期モード
に変わるとき、あるいは、４）クライエント・ノ
ードでクローズが行なわれたためにフアイルがそ
のクライエント・ノードでオープンではなくなる
ときの何れかの場合に、代理ｉノードのフアイル
修正時間フイールドにある値が割り当てられる。
クライエント・ノードでオープンが行なわれた
が、そのために代理ｉノードが作成されないとき
には、代理ｉノードのフアイル修正時間は変更さ
れないことに留意されたい。その理由は、クライ
エント・ノードでそのフアイルが既にオープンに
なつているからである。また、上記の条件３）と
４）の代りに、フアイルの各クローズが書込みの
ためのそのフアイルのオープンに対応するという
条件を使つてもよいことに留意すべきである。
ために代理ｉノードが作成されるとき、２）サー
バから同期モード変更要求があつたために、クラ
イエントが同期モード変更要求を受け取つたと
き、３）クライエント・ノードでクローズが行な
われたためにフアイルからのクライエント・ノー
ドでASYNCモードからREADONLY同期モード
に変わるとき、あるいは、４）クライエント・ノ
ードでクローズが行なわれたためにフアイルがそ
のクライエント・ノードでオープンではなくなる
ときの何れかの場合に、代理ｉノードのフアイル
修正時間フイールドにある値が割り当てられる。
クライエント・ノードでオープンが行なわれた
が、そのために代理ｉノードが作成されないとき
には、代理ｉノードのフアイル修正時間は変更さ
れないことに留意されたい。その理由は、クライ
エント・ノードでそのフアイルが既にオープンに
なつているからである。また、上記の条件３）と
４）の代りに、フアイルの各クローズが書込みの
ためのそのフアイルのオープンに対応するという
条件を使つてもよいことに留意すべきである。
代理ｉノードのフアイル修正時間には、上記
１）のオープン要求または上記２）の同期モード
変更要求中で、あるいは上記３）または４）でサ
ーバからクライエントに戻されるクローズ肯定応
答中でサーバが送つた値が割り当てられる。この
値は、サーバの測定した、フアイルが最後に修正
された時間である。
１）のオープン要求または上記２）の同期モード
変更要求中で、あるいは上記３）または４）でサ
ーバからクライエントに戻されるクローズ肯定応
答中でサーバが送つた値が割り当てられる。この
値は、サーバの測定した、フアイルが最後に修正
された時間である。
第六に、１）サーバからのデータ読取りまたは
クライエントのプロセスによるフアイルへの書込
みのためにそれが割り当てられるとき、または
２）上記３）または４）の状況に対応するクロー
ズが行なわれるとき、あるフアイルに対するクラ
イエント・キヤツシユ・ブロツクは、そのフアイ
ル修正時間フイールドにある値が割り当てられ
る。キヤツシユ・ブロツクのフアイル修正時間フ
イールドに割り当てられるこの値は、クライエン
ト代理ｉノードののフアイル修正時間フイールド
にある値である。キヤツシユ・ブロツクのフアイ
ル修正時間フイールドに値が割り当てられる上記
の条件の直後に、キヤツシユ・ブロツクと代理ｉ
ノードのフアイル修正時間フイールドは等しくな
ることに留意されたい。
クライエントのプロセスによるフアイルへの書込
みのためにそれが割り当てられるとき、または
２）上記３）または４）の状況に対応するクロー
ズが行なわれるとき、あるフアイルに対するクラ
イエント・キヤツシユ・ブロツクは、そのフアイ
ル修正時間フイールドにある値が割り当てられ
る。キヤツシユ・ブロツクのフアイル修正時間フ
イールドに割り当てられるこの値は、クライエン
ト代理ｉノードののフアイル修正時間フイールド
にある値である。キヤツシユ・ブロツクのフアイ
ル修正時間フイールドに値が割り当てられる上記
の条件の直後に、キヤツシユ・ブロツクと代理ｉ
ノードのフアイル修正時間フイールドは等しくな
ることに留意されたい。
以上説明したシステムおよび方法は、クライエ
ント処理システム内のクライエント・キヤツシユ
を使つて、サーバ処理システムからクライエン
ト・ノードにフアイルを緩衝記憶するものであ
る。好ましい実施例では、サーバ・クロツクで測
定したサーバに記録された時間を用いて、クライ
エント・キヤツシユ内のデータ・ブロツクの妥当
性をクライエント処理システムで判定する。ただ
し、当業なら理解できるように、もう一つの実施
例でクライエント・キヤツシユ内のデータ・ブロ
ツクの妥当性をサーバ処理システムで判定するこ
ともできる。しかし、サーバを使つてクライエン
トのデータ・ブロツクの妥当性を追跡するその他
の実施例では、クライエントの資源よりも重要な
サーバの資源を使うことになる。また、サーバが
追跡しているクライエント・キヤツシユ内のデー
タ・ブロツクがクライエント・キヤツシユ内にも
はや存在しないこともある。
ント処理システム内のクライエント・キヤツシユ
を使つて、サーバ処理システムからクライエン
ト・ノードにフアイルを緩衝記憶するものであ
る。好ましい実施例では、サーバ・クロツクで測
定したサーバに記録された時間を用いて、クライ
エント・キヤツシユ内のデータ・ブロツクの妥当
性をクライエント処理システムで判定する。ただ
し、当業なら理解できるように、もう一つの実施
例でクライエント・キヤツシユ内のデータ・ブロ
ツクの妥当性をサーバ処理システムで判定するこ
ともできる。しかし、サーバを使つてクライエン
トのデータ・ブロツクの妥当性を追跡するその他
の実施例では、クライエントの資源よりも重要な
サーバの資源を使うことになる。また、サーバが
追跡しているクライエント・キヤツシユ内のデー
タ・ブロツクがクライエント・キヤツシユ内にも
はや存在しないこともある。
Ｆ 発明の効果
本発明を用いれば、ネツトワークにおいて遠隔
のフアイルにアクセスする時、フアイルの整合性
を保ちながら、ネツトワークのトラフイツク・オ
ーバーヘツドを軽減することができる。
のフアイルにアクセスする時、フアイルの整合性
を保ちながら、ネツトワークのトラフイツク・オ
ーバーヘツドを軽減することができる。
第１図は、ネツトワーキング環境内で接続され
た３台の処理システムを示す概略図である。第２
図は、当技術で周知のカーネル・バツフアを用い
たスクンドアロン処理システムの概略図である。
第３図は、当技術で周知のスタンドアロン・シス
テム内のカーネル・バツフアに対する読取りのフ
ローチヤートである。第４図は、クライエント・
キヤツシユとサーバ・キヤツシユを備えた、ネツ
トワークを介してフアイルにアクセスできるよう
にネツトワーク内で接続された３台の分散処理シ
ステムを示す概略図である。第５図は、それぞれ
READONLY同期モードまたはASYNC同期モー
ドにある、クライエント・キヤツシユおよびサー
バ・キヤツシユを備えたクライエント．ノードと
サーバ・ノードの概略図である。第６図は、分散
ネツトワーク環境内でクライエント・キヤツシユ
とサーバ・キヤツシユの使用を管理するために使
われる３種の同期モードの説明図である。第７図
は、３種の同期モード間の移行を示す説明図であ
る。第８図は、FULLSYNCHモードのサーバ・
ノードにあるフアイルにクライエントがアクセス
している所を示す概略図である。第９図は、クラ
イエント・キヤツシユが使用されるとき、および
クライエント・キヤツシユが使用されないときの
読取り中の各ステツプを示すフロー・チヤートで
ある。第１０図は、クライエント・キヤツシユが
そのキヤツシユ・ブロツク内に、キヤツシユ・デ
ータ・ブロツク内のデータの妥当性を判定するた
めの代理ｉノードと時間ビツトを有する、分散ネ
ツトワーキング環境を示す概略図である。第１１
図は、クライエント・ノードにあるフアイルのオ
ープン、読取り、およびクローズ中の本発明の各
ステツプを示すフロー・チヤートである。 Ａ……サーバ・ノード、Ｂ，Ｃ……クライエン
ト・ノード、２……デイスク、３……ネツトワー
ク、４……アプリケーシヨン・プログラム、５…
…フアイル、１０……処理システム、１１……オ
ペレーテイング・システム、１２……ローカル・
キヤツシユ、１３，１３１−１３Ｎ，２３１−２
３Ｎ……ローカル・プロセス、１４……ユーザ・
アドレス空間。
た３台の処理システムを示す概略図である。第２
図は、当技術で周知のカーネル・バツフアを用い
たスクンドアロン処理システムの概略図である。
第３図は、当技術で周知のスタンドアロン・シス
テム内のカーネル・バツフアに対する読取りのフ
ローチヤートである。第４図は、クライエント・
キヤツシユとサーバ・キヤツシユを備えた、ネツ
トワークを介してフアイルにアクセスできるよう
にネツトワーク内で接続された３台の分散処理シ
ステムを示す概略図である。第５図は、それぞれ
READONLY同期モードまたはASYNC同期モー
ドにある、クライエント・キヤツシユおよびサー
バ・キヤツシユを備えたクライエント．ノードと
サーバ・ノードの概略図である。第６図は、分散
ネツトワーク環境内でクライエント・キヤツシユ
とサーバ・キヤツシユの使用を管理するために使
われる３種の同期モードの説明図である。第７図
は、３種の同期モード間の移行を示す説明図であ
る。第８図は、FULLSYNCHモードのサーバ・
ノードにあるフアイルにクライエントがアクセス
している所を示す概略図である。第９図は、クラ
イエント・キヤツシユが使用されるとき、および
クライエント・キヤツシユが使用されないときの
読取り中の各ステツプを示すフロー・チヤートで
ある。第１０図は、クライエント・キヤツシユが
そのキヤツシユ・ブロツク内に、キヤツシユ・デ
ータ・ブロツク内のデータの妥当性を判定するた
めの代理ｉノードと時間ビツトを有する、分散ネ
ツトワーキング環境を示す概略図である。第１１
図は、クライエント・ノードにあるフアイルのオ
ープン、読取り、およびクローズ中の本発明の各
ステツプを示すフロー・チヤートである。 Ａ……サーバ・ノード、Ｂ，Ｃ……クライエン
ト・ノード、２……デイスク、３……ネツトワー
ク、４……アプリケーシヨン・プログラム、５…
…フアイル、１０……処理システム、１１……オ
ペレーテイング・システム、１２……ローカル・
キヤツシユ、１３，１３１−１３Ｎ，２３１−２
３Ｎ……ローカル・プロセス、１４……ユーザ・
アドレス空間。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ サーバ・データ処理システムと複数のクライ
エント・データ処理システムとが通信リンクによ
つて接続され、サーバ・ノードの前記サーバ・デ
ータ処理システムに常駐するフアイルからクライ
エント・ノードの前記クライエント・データ処理
システムのクライエント・キヤツシユへキヤツシ
ユされた複数のデータブロツクに常駐するデータ
の有効性を決定する遠隔フアイル・アクセス装置
において、 前記サーバ・データ処理システムに含まれ、前
記サーバ・データ処理システムの前記フアイルが
修正されるたびに更新される前記フアイルの最終
修正時間T2を記録する第１の記録手段と、 前記クライエント・データ処理システムに含ま
れ、前記フアイルが前記クライエント・データ処
理システムでクローズされると、前記クライエン
ト・キヤツシユのためにキヤツシユされた各デー
タブロツクに対して前記サーバ・データ処理シス
テムの送出手段から送出される前記最終修正時間
T2を保管する保管手段と、 前記クライエント・データ処理システムに含ま
れ、クローズされた前記フアイルが、前記クライ
エントノードでその後再オープンされると更新さ
れる前記フアイルの最終修正時間T3を記録する
第２の記録手段と、 前記クライエント・データ処理システムに含ま
れ、前記保管手段に保管された前記最終修正時間
T2と前記第２の記録手段に記録された前記最終
修正時間T3とを比較して、前記データブロツク
の有効性を決定する有効性決定手段とを備えたこ
とを特徴とするる遠隔フアイル・アクセス装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/014,899 US4897781A (en) | 1987-02-13 | 1987-02-13 | System and method for using cached data at a local node after re-opening a file at a remote node in a distributed networking environment |
| US14899 | 1987-02-13 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63201845A JPS63201845A (ja) | 1988-08-19 |
| JPH0561662B2 true JPH0561662B2 (ja) | 1993-09-06 |
Family
ID=21768442
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62315459A Granted JPS63201845A (ja) | 1987-02-13 | 1987-12-15 | 遠隔ファイル・アクセス装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4897781A (ja) |
| EP (1) | EP0278317B1 (ja) |
| JP (1) | JPS63201845A (ja) |
| BR (1) | BR8800246A (ja) |
| DE (1) | DE3889739T2 (ja) |
Families Citing this family (295)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5220674A (en) * | 1987-07-17 | 1993-06-15 | Digital Equipment Corporation | Local area print server for requesting and storing required resource data and forwarding printer status message to selected destination |
| JPH0776939B2 (ja) * | 1988-03-16 | 1995-08-16 | 富士ゼロックス株式会社 | 通信ネットワークシステム |
| US7072849B1 (en) * | 1988-07-15 | 2006-07-04 | International Business Machines Corporation | Method for presenting advertising in an interactive service |
| US5167035A (en) * | 1988-09-08 | 1992-11-24 | Digital Equipment Corporation | Transferring messages between nodes in a network |
| US5155816A (en) * | 1989-02-10 | 1992-10-13 | Intel Corporation | Pipelined apparatus and method for controlled loading of floating point data in a microprocessor |
| US5341477A (en) * | 1989-02-24 | 1994-08-23 | Digital Equipment Corporation | Broker for computer network server selection |
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| US5113519A (en) * | 1989-05-15 | 1992-05-12 | International Business Machines Corporation | Maintenance of file attributes in a distributed data processing system |
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| JP2504218B2 (ja) * | 1989-09-28 | 1996-06-05 | 日本電気株式会社 | 分散型デ―タ処理装置 |
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Also Published As
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