JPH06342392A - ファイル配置方法 - Google Patents
ファイル配置方法Info
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- JPH06342392A JPH06342392A JP3351740A JP35174091A JPH06342392A JP H06342392 A JPH06342392 A JP H06342392A JP 3351740 A JP3351740 A JP 3351740A JP 35174091 A JP35174091 A JP 35174091A JP H06342392 A JPH06342392 A JP H06342392A
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- Japan
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- memory
- computer
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9014—Indexing; Data structures therefor; Storage structures hash tables
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9017—Indexing; Data structures therefor; Storage structures using directory or table look-up
- G06F16/902—Indexing; Data structures therefor; Storage structures using directory or table look-up using more than one table in sequence, i.e. systems with three or more layers
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- 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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- Y10S707/99955—Archiving or backup
Abstract
(57)【要約】
【目的】 バックアップメモリ中でファイルを効率よく
配置する方法を提供する。 【構成】 本発明のファイル配置方法においては、ファ
イルを識別する階層的パス名を形成している構成要素の
各々が最少のバイト数を用いて唯一つのアイデンティテ
ィに変換され、バックアップメモリ中のファイルの位置
が前記階層的パス名を構成している各々の構成要素の名
前ではなく前記アイデンティティの各々の関数として決
定される。
配置する方法を提供する。 【構成】 本発明のファイル配置方法においては、ファ
イルを識別する階層的パス名を形成している構成要素の
各々が最少のバイト数を用いて唯一つのアイデンティテ
ィに変換され、バックアップメモリ中のファイルの位置
が前記階層的パス名を構成している各々の構成要素の名
前ではなく前記アイデンティティの各々の関数として決
定される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はバックアップメモリにお
けるコンピュータファイルのアーカイビングに関し、特
にバックアップメモリ中にアーカイブされたメモリを配
置するためのメモリインデクシング装置に関する。
けるコンピュータファイルのアーカイビングに関し、特
にバックアップメモリ中にアーカイブされたメモリを配
置するためのメモリインデクシング装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムは、通常、システ
ムファイル及びプログラムのコピーをストアするための
メモリ”バックアップ”装置を有している。このような
システムにおいては、バックアップメモリは磁気テープ
かあるいはディスクメモリである。オペレータは周期的
にバックアップメモリを新たなテープあるいはディスク
に置き換え、バックアップをこの種のテープあるいはデ
ィスクのライブラリにストアする。バックアップメモリ
にストアされた特定のファイルをアクセスするために
は、オペレータはまずそのファイルを含む磁気テープあ
るいはディスクメモリがライブラリ中のどこにおかれて
いるかを見いだし、次いでそのテープあるいはディスク
の内容をバックアップシステムにロードしなければなら
ない。よって、この種の装置は労働集約的である。より
効率的なシステムにおいては、光ディスク等の非常に多
くのバックアップファイルをストア出来る大規模メモリ
を用いており、磁気テープあるいはディスクのライブラ
リを維持する必要は除かれている。後者の装置において
は、ファイルがバックアップメモリにストアされる度
に、バックアップメモリ中のそのストレージ位置及びそ
の名前及びバージョンナンバーがファイル名テーブルに
ストアされる。よって、バックアップメモリ中にストア
されたファイルの位置が、ファイル名テーブルを参照す
ることによって迅速に確認される。
ムファイル及びプログラムのコピーをストアするための
メモリ”バックアップ”装置を有している。このような
システムにおいては、バックアップメモリは磁気テープ
かあるいはディスクメモリである。オペレータは周期的
にバックアップメモリを新たなテープあるいはディスク
に置き換え、バックアップをこの種のテープあるいはデ
ィスクのライブラリにストアする。バックアップメモリ
にストアされた特定のファイルをアクセスするために
は、オペレータはまずそのファイルを含む磁気テープあ
るいはディスクメモリがライブラリ中のどこにおかれて
いるかを見いだし、次いでそのテープあるいはディスク
の内容をバックアップシステムにロードしなければなら
ない。よって、この種の装置は労働集約的である。より
効率的なシステムにおいては、光ディスク等の非常に多
くのバックアップファイルをストア出来る大規模メモリ
を用いており、磁気テープあるいはディスクのライブラ
リを維持する必要は除かれている。後者の装置において
は、ファイルがバックアップメモリにストアされる度
に、バックアップメモリ中のそのストレージ位置及びそ
の名前及びバージョンナンバーがファイル名テーブルに
ストアされる。よって、バックアップメモリ中にストア
されたファイルの位置が、ファイル名テーブルを参照す
ることによって迅速に確認される。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、この種
のテーブルを維持するためにバックアップメモリの容量
の１０−１５％が必要とされる。この理由は、ある時間
が経過すると、ファイル名テーブル中のかなりの数のエ
ントリ（レコード）が同一のファイル名でバージョンナ
ンバーの異なるものを含むことになるからである。よっ
て、相異なった名前の多数のファイルがストアされてこ
れらのファイル名が多くの相異なったバージョンに関す
る場合には、ファイル名テーブルのエントリがバックア
ップメモリのストレージ容量の内のかなりの部分を実際
に消費されることになる。
のテーブルを維持するためにバックアップメモリの容量
の１０−１５％が必要とされる。この理由は、ある時間
が経過すると、ファイル名テーブル中のかなりの数のエ
ントリ（レコード）が同一のファイル名でバージョンナ
ンバーの異なるものを含むことになるからである。よっ
て、相異なった名前の多数のファイルがストアされてこ
れらのファイル名が多くの相異なったバージョンに関す
る場合には、ファイル名テーブルのエントリがバックア
ップメモリのストレージ容量の内のかなりの部分を実際
に消費されることになる。
【０００４】
【課題を解決するための手段】バックアップメモリ中の
ファイル配置技法に関する進歩が、本発明に係る方法に
よって達成される。本発明に係る方法においては、ファ
イルの全てのバージョン、すなわちファイル名及びバー
ジョンナンバー、が唯一つのアイデンティティに関連付
けられており、この唯一つのアイデンティティがバック
アップメモリ中でファイルがストアされている位置を含
むコンパクトなメモリレコードのアドレスに対してマッ
ピングされている。このため、本発明に係る方法におい
ては、バックアップメモリ中にストアされているファイ
ルあるいはプログラムの位置に関するインデックスを維
持するためにバックアップメモリのわずか０．５−１％
の容量しか必要としない。
ファイル配置技法に関する進歩が、本発明に係る方法に
よって達成される。本発明に係る方法においては、ファ
イルの全てのバージョン、すなわちファイル名及びバー
ジョンナンバー、が唯一つのアイデンティティに関連付
けられており、この唯一つのアイデンティティがバック
アップメモリ中でファイルがストアされている位置を含
むコンパクトなメモリレコードのアドレスに対してマッ
ピングされている。このため、本発明に係る方法におい
ては、バックアップメモリ中にストアされているファイ
ルあるいはプログラムの位置に関するインデックスを維
持するためにバックアップメモリのわずか０．５−１％
の容量しか必要としない。
【０００５】
【実施例】図１は、本発明に係るアーカイビングシステ
ム１００を示した図である。当該システムは、コンピュ
ータ１１０及びハードウエアディスク１１５を有してい
る。システム１００を駆動するソフトウエアはディスク
１１５にストアされている。コンピュータ１１０は、例
えばサン・マイクロシステム社（Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓ
ｙｓｔｅｍｓ、Ｉｎｃ．）から市販されているＳＰＡＲ
ＫＳＴＡＴＩＯＮ１＋であり、従来技術に係る方法によ
りデータネットワーク２０を介して複数個のコンピュー
タ１０−１から１０−Ｎを個々に周期的にポーリングす
る。データネットワーク２０は、例えば公知のイーサネ
ット（Ｅｔｈｅｒｎｅｔ）ネットワークである。コンピ
ュータ１１０はこのようなポーリングをスケジュールに
基づいて（例えば、毎日、毎週、毎月等）行ない、ポー
リングされたコンピュータ１０に関するメモリの内容を
メモリ３０−１から３０−Ｐにストアする。この内容
は、通常データ及び／あるいはプログラムよりなる名前
のつけられた複数個のファイルよりなり、例えばディス
クメモリ１１−１から１１−ｍのうちの対応するものに
ストアされた４０メガバイトから数ギガバイトのオーダ
ーのものである。本発明の一実施例においては、メモリ
３０−１から３０−Ｐの各々は、例えばいわゆる再書き
込み可能な光ディスクライブラリユニットであり、これ
は一般に”ジュークボックス”と呼称される。この種
の”ジュークボックス”の一例は、日立製作所（株）製
のモデルＯＬ１１２−２２ユニットであり、このユニッ
トはやはり日立製作所（株）から市販されている６４４
メガバイトの光ディスクドライバを複数個有している。
コンピュータ１０−１から１０−Ｎの各々は、パーソナ
ルコンピュータ、ミニコンピュータあるいはより大きな
メインフレームコンピュータである。さらに、ディスク
ユニット１１−１から１１−Ｐの各々は実際には単一あ
るいは複数個のユニットであり、所謂ウインチェスター
型のディスクユニットあるいは他の型のディスクユニッ
トである。よく知られているように前者の型のディスク
ユニットは通常パーソナルコンピュータに関連している
ものであり、後者の型のディスクユニットはより大きな
コンピュータに関連しているものである。
ム１００を示した図である。当該システムは、コンピュ
ータ１１０及びハードウエアディスク１１５を有してい
る。システム１００を駆動するソフトウエアはディスク
１１５にストアされている。コンピュータ１１０は、例
えばサン・マイクロシステム社（Ｓｕｎ Ｍｉｃｒｏｓ
ｙｓｔｅｍｓ、Ｉｎｃ．）から市販されているＳＰＡＲ
ＫＳＴＡＴＩＯＮ１＋であり、従来技術に係る方法によ
りデータネットワーク２０を介して複数個のコンピュー
タ１０−１から１０−Ｎを個々に周期的にポーリングす
る。データネットワーク２０は、例えば公知のイーサネ
ット（Ｅｔｈｅｒｎｅｔ）ネットワークである。コンピ
ュータ１１０はこのようなポーリングをスケジュールに
基づいて（例えば、毎日、毎週、毎月等）行ない、ポー
リングされたコンピュータ１０に関するメモリの内容を
メモリ３０−１から３０−Ｐにストアする。この内容
は、通常データ及び／あるいはプログラムよりなる名前
のつけられた複数個のファイルよりなり、例えばディス
クメモリ１１−１から１１−ｍのうちの対応するものに
ストアされた４０メガバイトから数ギガバイトのオーダ
ーのものである。本発明の一実施例においては、メモリ
３０−１から３０−Ｐの各々は、例えばいわゆる再書き
込み可能な光ディスクライブラリユニットであり、これ
は一般に”ジュークボックス”と呼称される。この種
の”ジュークボックス”の一例は、日立製作所（株）製
のモデルＯＬ１１２−２２ユニットであり、このユニッ
トはやはり日立製作所（株）から市販されている６４４
メガバイトの光ディスクドライバを複数個有している。
コンピュータ１０−１から１０−Ｎの各々は、パーソナ
ルコンピュータ、ミニコンピュータあるいはより大きな
メインフレームコンピュータである。さらに、ディスク
ユニット１１−１から１１−Ｐの各々は実際には単一あ
るいは複数個のユニットであり、所謂ウインチェスター
型のディスクユニットあるいは他の型のディスクユニッ
トである。よく知られているように前者の型のディスク
ユニットは通常パーソナルコンピュータに関連している
ものであり、後者の型のディスクユニットはより大きな
コンピュータに関連しているものである。
【０００６】コンピュータ１１０がコンピュータ１０−
１から１０−Ｎの内の一つ、例えばコンピュータ１０−
１、とのアーカイビングセッションにかかると、コンピ
ュータ１０−１はそれ自体に関連するディスクユニット
からアーカイブさるべき各々のファイルをアンロード
し、ネットワーク２０を介してデータバイトストリーム
の形態でコンピュータ１１０に供給する。各々のファイ
ルには、なかんずくコンピュータ１０の名前、すなわち
コンピュータ１０−１、及びそのファイルが渡されてき
たパス名、そのファイルに対してなされた最後の変更が
行なわれた日付、及びそのファイルに係る他の情報を識
別するファイルヘッダが付加されている。
１から１０−Ｎの内の一つ、例えばコンピュータ１０−
１、とのアーカイビングセッションにかかると、コンピ
ュータ１０−１はそれ自体に関連するディスクユニット
からアーカイブさるべき各々のファイルをアンロード
し、ネットワーク２０を介してデータバイトストリーム
の形態でコンピュータ１１０に供給する。各々のファイ
ルには、なかんずくコンピュータ１０の名前、すなわち
コンピュータ１０−１、及びそのファイルが渡されてき
たパス名、そのファイルに対してなされた最後の変更が
行なわれた日付、及びそのファイルに係る他の情報を識
別するファイルヘッダが付加されている。
【０００７】よく知られているように、コンピュータの
ファイルはディレクトリにグループ分けされ、ディレク
トリは階層ファイルシステムに組織される。ファイルシ
ステムの頂点は、例えばスラッシュ（”／”）によって
定義される所謂ルートディレクトリである。ルートディ
レクトリは通常複数個の標準的なディレクトリ及びファ
イル、例えば／ｂｉｎ、／ｕｓｒ、／ｄｅｖ、／ｅｔｃ
等を含んでいる。これら後者のディレクトリはサブディ
レクトリ及び／あるいはファイルを含んでおり、サブデ
ィレクトリは他のサブディレクトリを含んでいる。よっ
て、ファイルのパス名は階層ファイルシステムにおける
位置を規定している。例えば、ファイルのパス名が／ｅ
ｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓである場合には、ファイル”ｓ
ｅｒｖｉｃｅｓ”はディレクトリ”ｅｔｃ”内に存在
し、この”ｅｔｃ”はルートディレクトリ”／”のサブ
ディレクトリである。また、パス名が／ｕｓｒ／ｂｉｎ
／ｓｅｒｖｉｃｅｓである場合には、ファイル”ｓｅｒ
ｖｉｃｅｓ”はディレクトリ”／ｂｉｎ”中に存在
し、”ｂｉｎ”はディレクトリ”ｕｓｒ”のサブディレ
クトリであって、”ｕｓｒ”はルートディレクトリ”
／”のサブディレクトリである。
ファイルはディレクトリにグループ分けされ、ディレク
トリは階層ファイルシステムに組織される。ファイルシ
ステムの頂点は、例えばスラッシュ（”／”）によって
定義される所謂ルートディレクトリである。ルートディ
レクトリは通常複数個の標準的なディレクトリ及びファ
イル、例えば／ｂｉｎ、／ｕｓｒ、／ｄｅｖ、／ｅｔｃ
等を含んでいる。これら後者のディレクトリはサブディ
レクトリ及び／あるいはファイルを含んでおり、サブデ
ィレクトリは他のサブディレクトリを含んでいる。よっ
て、ファイルのパス名は階層ファイルシステムにおける
位置を規定している。例えば、ファイルのパス名が／ｅ
ｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓである場合には、ファイル”ｓ
ｅｒｖｉｃｅｓ”はディレクトリ”ｅｔｃ”内に存在
し、この”ｅｔｃ”はルートディレクトリ”／”のサブ
ディレクトリである。また、パス名が／ｕｓｒ／ｂｉｎ
／ｓｅｒｖｉｃｅｓである場合には、ファイル”ｓｅｒ
ｖｉｃｅｓ”はディレクトリ”／ｂｉｎ”中に存在
し、”ｂｉｎ”はディレクトリ”ｕｓｒ”のサブディレ
クトリであって、”ｕｓｒ”はルートディレクトリ”
／”のサブディレクトリである。
【０００８】コンピュータ１１０はファイル及びそのパ
ス名の受信に応じてアーカイビングメモリ３０−１から
３０−Ｐの内の一つ、例えばメモリ３０−１、を選択
し、選択されたメモリ宛受信されたバイトストリームを
渡す。（コンピュータ１１０がメモリ３０−１から３０
−Ｐの内から一つのメモリを選択する方法は本発明に直
接関係あるものではないので本明細書においてはふれな
い。コンピュータ１１０は従来技術に係る方法によりポ
ーリングされたコンピュータ１０のアイデンティティ
（名前）をメモリ３０の内の一つのアイデンティティ
（アドレス）へマッピングする。）その後、メモリ３０
−１はそれ自身に関連しているメモリディスク上の利用
可能なメモリブロックの位置を選択し、コンピュータ１
１０から受信したデータバイトを選択されたメモリブロ
ックの位置から連続した位置にストアする。（実際に
は、ファイルをメモリ３０−１内にストアするために複
数個のメモリブロックが必要な場合があり、このような
ブロックは相異なった大きさを有していて複数個のメモ
リディスクにわたって配置されている場合がありうる。
このような場合には、複数個のメモリブロックが従来技
術に係る方法により”リンク”されている。）
ス名の受信に応じてアーカイビングメモリ３０−１から
３０−Ｐの内の一つ、例えばメモリ３０−１、を選択
し、選択されたメモリ宛受信されたバイトストリームを
渡す。（コンピュータ１１０がメモリ３０−１から３０
−Ｐの内から一つのメモリを選択する方法は本発明に直
接関係あるものではないので本明細書においてはふれな
い。コンピュータ１１０は従来技術に係る方法によりポ
ーリングされたコンピュータ１０のアイデンティティ
（名前）をメモリ３０の内の一つのアイデンティティ
（アドレス）へマッピングする。）その後、メモリ３０
−１はそれ自身に関連しているメモリディスク上の利用
可能なメモリブロックの位置を選択し、コンピュータ１
１０から受信したデータバイトを選択されたメモリブロ
ックの位置から連続した位置にストアする。（実際に
は、ファイルをメモリ３０−１内にストアするために複
数個のメモリブロックが必要な場合があり、このような
ブロックは相異なった大きさを有していて複数個のメモ
リディスクにわたって配置されている場合がありうる。
このような場合には、複数個のメモリブロックが従来技
術に係る方法により”リンク”されている。）
【０００９】さらに、メモリ３０−１はコンピュータ１
１０に対して、アーカイブされるファイルの最初のバイ
トをストアするために選択されたメモリブロックの最初
の位置のアドレスを規定するメモリポインタを戻す。そ
の後、コンピュータ１１０はメモリポインタをディスク
１１５にアーカイブされるファイルと関連させてストア
する。当該ファイルの相異なったバージョンが既にメモ
リ３０−１にストアされている場合には、コンピュータ
１１０は現時点のバージョンに関連する新たなレコード
を作成してこの新たなレコードを従来技術に係る方法に
よりそのファイルの最終すなわち直前のバージョンとリ
ンクする。このようにして、コンピュータ１０−１がス
トアされたファイルの特定のバージョンを要求する場合
に当該コンピュータ１０−１がなすべきことはネットワ
ーク２０を介して要求するファイルのパス名及びそのバ
ージョンナンバーあるいは関連する日付を識別するメッ
セージをコンピュータ１１０宛送出することだけであ
る。コンピュータ１１０は、本発明に従って、当該メッ
セージに応答して受信したパス名の各々の構成要素を唯
一つのアイデンティティに変換して各々のアイデンティ
ティを、検索されているファイルがストアされている位
置を規定する前記ポインタを含む関連するレコードがス
トアされているＤＩＳＫ１１５のメモリ位置にマッピン
グする。
１０に対して、アーカイブされるファイルの最初のバイ
トをストアするために選択されたメモリブロックの最初
の位置のアドレスを規定するメモリポインタを戻す。そ
の後、コンピュータ１１０はメモリポインタをディスク
１１５にアーカイブされるファイルと関連させてストア
する。当該ファイルの相異なったバージョンが既にメモ
リ３０−１にストアされている場合には、コンピュータ
１１０は現時点のバージョンに関連する新たなレコード
を作成してこの新たなレコードを従来技術に係る方法に
よりそのファイルの最終すなわち直前のバージョンとリ
ンクする。このようにして、コンピュータ１０−１がス
トアされたファイルの特定のバージョンを要求する場合
に当該コンピュータ１０−１がなすべきことはネットワ
ーク２０を介して要求するファイルのパス名及びそのバ
ージョンナンバーあるいは関連する日付を識別するメッ
セージをコンピュータ１１０宛送出することだけであ
る。コンピュータ１１０は、本発明に従って、当該メッ
セージに応答して受信したパス名の各々の構成要素を唯
一つのアイデンティティに変換して各々のアイデンティ
ティを、検索されているファイルがストアされている位
置を規定する前記ポインタを含む関連するレコードがス
トアされているＤＩＳＫ１１５のメモリ位置にマッピン
グする。
【００１０】前記レコードが検索されているバージョン
に関連するものではない場合には、コンピュータ１１０
は検索されているバージョンに関連するレコードに到達
するまで前記リンクされたレコードを辿って行く。検索
されているバージョンに到達した時点でコンピュータ１
１０は当該レコードから関連するメモリポインタをアン
ロードし、当該ポインタを適切なインストラクションに
従って検索されているファイルがストアされているメモ
リ３０−１から３０−Ｐの内の一つに渡す。検索されて
いるファイルがメモリ３０−１にストアされていると仮
定すると、メモリ３０−１は前記インストラクションに
応答して受信されたポインタによって識別されるメモリ
ブロックの位置を決定し、コンピュータ１１０に対して
当該メモリブロックの内容を渡す。（検索されているフ
ァイルが複数個のメモリブロックにわたってストアされ
ている場合には、メモリ３０−１はこれらのメモリブロ
ックを順次アンロードしてその内容をコンピュータ１１
０に対して渡すことになる。）
に関連するものではない場合には、コンピュータ１１０
は検索されているバージョンに関連するレコードに到達
するまで前記リンクされたレコードを辿って行く。検索
されているバージョンに到達した時点でコンピュータ１
１０は当該レコードから関連するメモリポインタをアン
ロードし、当該ポインタを適切なインストラクションに
従って検索されているファイルがストアされているメモ
リ３０−１から３０−Ｐの内の一つに渡す。検索されて
いるファイルがメモリ３０−１にストアされていると仮
定すると、メモリ３０−１は前記インストラクションに
応答して受信されたポインタによって識別されるメモリ
ブロックの位置を決定し、コンピュータ１１０に対して
当該メモリブロックの内容を渡す。（検索されているフ
ァイルが複数個のメモリブロックにわたってストアされ
ている場合には、メモリ３０−１はこれらのメモリブロ
ックを順次アンロードしてその内容をコンピュータ１１
０に対して渡すことになる。）
【００１１】その後、コンピュータ１１０は要求をした
コンピュータ（ここではコンピュータ１０−１）に対し
てネットワーク２０を介してメモリ３０−１から受信し
たファイルの各々のバイトを供給する。
コンピュータ（ここではコンピュータ１０−１）に対し
てネットワーク２０を介してメモリ３０−１から受信し
たファイルの各々のバイトを供給する。
【００１２】より詳細に述べれば、コンピュータ１１０
は、メモリ３０−１から３０−Ｐの内の一つに対してス
トアされるあるいはそれからアンロードされるファイル
に係るレコードを配置するあるいは生成するプロセスに
おいて所謂ハッシュテーブル（図２）及びストリングス
ペーステーブル（図３）を用いる。以下の説明において
は、ファイルがメモリ３０−１から３０−Ｐの内の一
つ、例えば３０−１、にストアされていてそのファイル
のパス名が／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓであると仮定す
る。さらに、要求を行なったコンピュータがコンピュー
タ１０−１であると仮定する。（もちろん、以下の説明
はコンピュータ１０の内の各々に対して等しく当てはま
るものであり、さらに相異なったパス名、例えば／ｕｓ
ｒ／ｄａｔａ１、あるいはより長いパス名、例えば／ｕ
ｓｒ／ｅｔｃ／ｂｉｎ／ｓｅｒｖｉｃｅｓ、を有するフ
ァイルに対しても等しく当てはまる。）
は、メモリ３０−１から３０−Ｐの内の一つに対してス
トアされるあるいはそれからアンロードされるファイル
に係るレコードを配置するあるいは生成するプロセスに
おいて所謂ハッシュテーブル（図２）及びストリングス
ペーステーブル（図３）を用いる。以下の説明において
は、ファイルがメモリ３０−１から３０−Ｐの内の一
つ、例えば３０−１、にストアされていてそのファイル
のパス名が／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓであると仮定す
る。さらに、要求を行なったコンピュータがコンピュー
タ１０−１であると仮定する。（もちろん、以下の説明
はコンピュータ１０の内の各々に対して等しく当てはま
るものであり、さらに相異なったパス名、例えば／ｕｓ
ｒ／ｄａｔａ１、あるいはより長いパス名、例えば／ｕ
ｓｒ／ｅｔｃ／ｂｉｎ／ｓｅｒｖｉｃｅｓ、を有するフ
ァイルに対しても等しく当てはまる。）
【００１３】ファイル、すなわちパス名／ｅｔｃ／ｓｅ
ｒｖｉｃｅｓを受信すると、コンピュータ１１０は当該
パス名を当該ファイルがメモリ３０−１にストアされた
後にそれを配置するために用いられた前記唯一つのアイ
デンティティへとマッピングする。すなわち、コンピュ
ータ１１０はまずパス名の各々の構成要素、すなわちｅ
ｔｃ及びｓｅｒｖｉｃｅｓ、を本発明に従って所定数バ
イト−具体的には４バイト−よりなる唯一つのアイデン
ティティに変換する。この唯一つのアイデンティティは
Ｓインデックスを呼称される。ここでは”ｅｔｃ”及
び”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対応するＳインデックスはそ
れぞれ３１０及び２０５であると仮定する。コンピュー
タ１１０は、各々のＳインデックスを、まずパス名の構
成要素の各々に対して従来技術に係るハッシングアルゴ
リズムを適用してメモリオフセット（すなわちｈm＝ｈ
ａｓｈ（”文字列成分”＝ｉ））を得ることによって生
成する。ここでは、メモリオフセット３２及び１０がそ
れぞれ”ｅｔｃ”及び”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対してハ
ッシングアルゴリズムを適用することによって得られた
ものと仮定する。（これらの値は以下の説明を簡潔に説
明するように選択されたものであり、前記構成要素に従
来技術に係るハッシングアルゴリズムを適用することに
よって得られた実際のハッシュ値を表わしているのでは
ないことに留意されたい。）
ｒｖｉｃｅｓを受信すると、コンピュータ１１０は当該
パス名を当該ファイルがメモリ３０−１にストアされた
後にそれを配置するために用いられた前記唯一つのアイ
デンティティへとマッピングする。すなわち、コンピュ
ータ１１０はまずパス名の各々の構成要素、すなわちｅ
ｔｃ及びｓｅｒｖｉｃｅｓ、を本発明に従って所定数バ
イト−具体的には４バイト−よりなる唯一つのアイデン
ティティに変換する。この唯一つのアイデンティティは
Ｓインデックスを呼称される。ここでは”ｅｔｃ”及
び”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対応するＳインデックスはそ
れぞれ３１０及び２０５であると仮定する。コンピュー
タ１１０は、各々のＳインデックスを、まずパス名の構
成要素の各々に対して従来技術に係るハッシングアルゴ
リズムを適用してメモリオフセット（すなわちｈm＝ｈ
ａｓｈ（”文字列成分”＝ｉ））を得ることによって生
成する。ここでは、メモリオフセット３２及び１０がそ
れぞれ”ｅｔｃ”及び”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対してハ
ッシングアルゴリズムを適用することによって得られた
ものと仮定する。（これらの値は以下の説明を簡潔に説
明するように選択されたものであり、前記構成要素に従
来技術に係るハッシングアルゴリズムを適用することに
よって得られた実際のハッシュ値を表わしているのでは
ないことに留意されたい。）
【００１４】その後、コンピュータ１１０はハッシュテ
ーブル１からオフセット３２によって規定される位置の
内容を読み出す。この値はここでは構成要素”ｅｔｃ”
に対するＳインデックス、すなわち図２に示されている
ように３１０である。その後、コンピュータ１１０は３
１０という値が構成要素”ｅｔｃ”に対するＳインデッ
クスであるか否かを確認する。コンピュータ１１０はこ
のことを”ｅｔｃ”に対するＳインデックスの値、すな
わち３１０、によって規定された文字列テーブル３内の
位置をアクセスすることによって行なう。この位置はこ
の構成要素の名前”ｅｔｃ”を含むはずである。コンピ
ュータ１１０は、その後、ハッシュテーブル１の位置１
０において示されているように、値２０５が構成要素”
ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対するＳインデックスであること
を同様に確認する。よって、パス名における構成要素に
対するＳインデックスは構成要素を含む文字列テーブル
３におけるメモリ位置である。
ーブル１からオフセット３２によって規定される位置の
内容を読み出す。この値はここでは構成要素”ｅｔｃ”
に対するＳインデックス、すなわち図２に示されている
ように３１０である。その後、コンピュータ１１０は３
１０という値が構成要素”ｅｔｃ”に対するＳインデッ
クスであるか否かを確認する。コンピュータ１１０はこ
のことを”ｅｔｃ”に対するＳインデックスの値、すな
わち３１０、によって規定された文字列テーブル３内の
位置をアクセスすることによって行なう。この位置はこ
の構成要素の名前”ｅｔｃ”を含むはずである。コンピ
ュータ１１０は、その後、ハッシュテーブル１の位置１
０において示されているように、値２０５が構成要素”
ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対するＳインデックスであること
を同様に確認する。よって、パス名における構成要素に
対するＳインデックスは構成要素を含む文字列テーブル
３におけるメモリ位置である。
【００１５】続いてコンピュータ１１０は前記３つの関
連するテーブルをアクセスするために従来技術に係る技
法を用いてコンピュータ１０−１のアイデンティティを
メモリインデックスにマッピングする。この３つの関連
するテーブルの内の一つには前記パス名によって識別さ
れるファイルがストアされているメモリ３０−１のアド
レスすなわちポインタが含まれている。
連するテーブルをアクセスするために従来技術に係る技
法を用いてコンピュータ１０−１のアイデンティティを
メモリインデックスにマッピングする。この３つの関連
するテーブルの内の一つには前記パス名によって識別さ
れるファイルがストアされているメモリ３０−１のアド
レスすなわちポインタが含まれている。
【００１６】図４、５、及び６はコンピュータ１０−１
に関連する３つのテーブル、テーブル４、テーブル５及
びテーブル６を示した図である。テーブル４、５及び６
は本明細書においてはそれぞれＤ−、Ｈ−及びＶ−ノー
ドテーブルとして識別され、ＲＡＭ１２５中及びディス
ク１１５中の双方にハッシュ及び文字列テーブル（図２
及び３）と共にストアされている。ここで、ディスク１
１５はＲＡＭ１２５に対するバックアップメモリとして
機能している。（この種のテーブルはコンピュータ１１
０によってサービスされるコンピュータ１０−２から１
０−Ｎのうちの各々に対して予約されていることに留意
されたい。よって、以下の議論はコンピュータ１０−２
から１０−Ｎのいずれに対しても等しく当てはまるもの
である。）
に関連する３つのテーブル、テーブル４、テーブル５及
びテーブル６を示した図である。テーブル４、５及び６
は本明細書においてはそれぞれＤ−、Ｈ−及びＶ−ノー
ドテーブルとして識別され、ＲＡＭ１２５中及びディス
ク１１５中の双方にハッシュ及び文字列テーブル（図２
及び３）と共にストアされている。ここで、ディスク１
１５はＲＡＭ１２５に対するバックアップメモリとして
機能している。（この種のテーブルはコンピュータ１１
０によってサービスされるコンピュータ１０−２から１
０−Ｎのうちの各々に対して予約されていることに留意
されたい。よって、以下の議論はコンピュータ１０−２
から１０−Ｎのいずれに対しても等しく当てはまるもの
である。）
【００１７】より詳細に述べれば、Ｈ−ノードテーブル
５中のレコードはパス名の構成要素に関するものであ
り、２つのフィールドより成り立っている。その第一の
フィールドはＤ−ノードポインタフィールド５１であ
り、前記構成要素の対応する”子供”に係るＤ−ノード
レコードの組の第一のＤ−ノードを指し示している。例
えば、テーブル５における第一のレコードはルートディ
レクトリ”／”に係るものであり、既に述べられている
ようにパス名における第一のスラッシュ（／）によって
規定される。この第一のレコードのフィールド５１の内
容は、ルートディレクトリに直接従属している、すなわ
ちルートディレクトリに含まれているディレクトリ及び
ファイル、例えばｕｓｒ、ｂｉｎ、ｅｔｃ等、に係るＤ
−ノードレコードの組の第一のＤ−ノードレコードを指
し示している。Ｈ−ノードポインタの第二のフィールド
すなわちＶ−ノードポインタ５２は、なかんずく構成要
素名によって識別されるファイルがストアされているメ
モリ３０−１のアドレス（ポインタ）を含むＶ−ノード
テーブル６内のレコードを指し示している。ここでは、
アドレス１にストアされていてルートディレクトリに関
連しているＨ−ノードレコードのフィールド５２の内容
は、バックアップメモリ、すなわち仮定されているよう
にメモリ３０−１、にストアされているルートディレク
トリの最新バージョンに関連しているデータを含むＶ−
ノードテーブル６のレコード（すなわちレコード１３）
を指し示している。
５中のレコードはパス名の構成要素に関するものであ
り、２つのフィールドより成り立っている。その第一の
フィールドはＤ−ノードポインタフィールド５１であ
り、前記構成要素の対応する”子供”に係るＤ−ノード
レコードの組の第一のＤ−ノードを指し示している。例
えば、テーブル５における第一のレコードはルートディ
レクトリ”／”に係るものであり、既に述べられている
ようにパス名における第一のスラッシュ（／）によって
規定される。この第一のレコードのフィールド５１の内
容は、ルートディレクトリに直接従属している、すなわ
ちルートディレクトリに含まれているディレクトリ及び
ファイル、例えばｕｓｒ、ｂｉｎ、ｅｔｃ等、に係るＤ
−ノードレコードの組の第一のＤ−ノードレコードを指
し示している。Ｈ−ノードポインタの第二のフィールド
すなわちＶ−ノードポインタ５２は、なかんずく構成要
素名によって識別されるファイルがストアされているメ
モリ３０−１のアドレス（ポインタ）を含むＶ−ノード
テーブル６内のレコードを指し示している。ここでは、
アドレス１にストアされていてルートディレクトリに関
連しているＨ−ノードレコードのフィールド５２の内容
は、バックアップメモリ、すなわち仮定されているよう
にメモリ３０−１、にストアされているルートディレク
トリの最新バージョンに関連しているデータを含むＶ−
ノードテーブル６のレコード（すなわちレコード１３）
を指し示している。
【００１８】Ｖ−ノードテーブル６中の各々のレコード
は、関連する構成要素名、例えばルート（／）、によっ
て識別されるファイルに関連するデータを含む複数個の
フィールドより成り立っている。第一のフィールド６１
はルートディレクトリのそれ以前のバージョンに関連し
ているデータを含むＶ−ノードレコードへのリンクリス
トポインタとして用いられる。ここでは、レコード１３
のフィールド６１の内容はドレス１を指し示している。
第二のフィールド６２の内容は、バックアップメモリ、
すなわちメモリ３０−１、にストアされたルートディレ
クトリの最新バージョンを識別している。ルートディレ
クトリの最新バージョンに係る日付はフィールド６３に
ストアされている。レコードの他のフィールド、すなわ
ちフィールド６４はルートディレクトリの最新バージョ
ンがストアされたバックアップメモリ位置のアドレスを
含んでいる。
は、関連する構成要素名、例えばルート（／）、によっ
て識別されるファイルに関連するデータを含む複数個の
フィールドより成り立っている。第一のフィールド６１
はルートディレクトリのそれ以前のバージョンに関連し
ているデータを含むＶ−ノードレコードへのリンクリス
トポインタとして用いられる。ここでは、レコード１３
のフィールド６１の内容はドレス１を指し示している。
第二のフィールド６２の内容は、バックアップメモリ、
すなわちメモリ３０−１、にストアされたルートディレ
クトリの最新バージョンを識別している。ルートディレ
クトリの最新バージョンに係る日付はフィールド６３に
ストアされている。レコードの他のフィールド、すなわ
ちフィールド６４はルートディレクトリの最新バージョ
ンがストアされたバックアップメモリ位置のアドレスを
含んでいる。
【００１９】よって、バックアップメモリ内にストアさ
れたルートディレクトリのいかなるバージョンの位置も
Ｈ−ノードテーブル５内の関連するレコードから始めて
容易に確認され得る。
れたルートディレクトリのいかなるバージョンの位置も
Ｈ−ノードテーブル５内の関連するレコードから始めて
容易に確認され得る。
【００２０】ここでの実施例において、Ｈ−ノードレコ
ード１のフィールド５１の内容はＶ−ノードレコードア
ドレス３７０９を含んでおり、これはルートディレクト
リに対して最も最近直接に追加され、バックアップメモ
リにストアされたディレクトリに関するものである。コ
ンピュータ１１０はアドレス３７０９によって識別され
るＤ−ノードレコードを読み出し、後者のレコードのフ
ィールド４２にストアされたＳインデックスの値と構成
要素名”ｅｔｃ”に関連するＳインデックスの値、すな
わち値３１０とを比較する。これらの値は同じではない
のでコンピュータ１１０はレコード３７０９にリンクさ
れた次のレコードを読み出す。すなわち、コンピュータ
１１０はＤ−ノードオフセット１０によって識別される
レコードを読み出し、そのレコードに含まれているＳイ
ンデックスを値３１０と比較する。これらの値も同じで
はないのでコンピュータ１１０はＤ−ノードテーブル４
中のその次にリンクされたレコード、すなわちリンクア
ドレス９によって識別されるレコードを読み出す。この
例ではコンピュータ１１０は”ｅｔｃ”のＳインデック
スの値がレコード９のフィールド４２にストアされてい
るＳインデックスの値と等しいことを見いだす。
ード１のフィールド５１の内容はＶ−ノードレコードア
ドレス３７０９を含んでおり、これはルートディレクト
リに対して最も最近直接に追加され、バックアップメモ
リにストアされたディレクトリに関するものである。コ
ンピュータ１１０はアドレス３７０９によって識別され
るＤ−ノードレコードを読み出し、後者のレコードのフ
ィールド４２にストアされたＳインデックスの値と構成
要素名”ｅｔｃ”に関連するＳインデックスの値、すな
わち値３１０とを比較する。これらの値は同じではない
のでコンピュータ１１０はレコード３７０９にリンクさ
れた次のレコードを読み出す。すなわち、コンピュータ
１１０はＤ−ノードオフセット１０によって識別される
レコードを読み出し、そのレコードに含まれているＳイ
ンデックスを値３１０と比較する。これらの値も同じで
はないのでコンピュータ１１０はＤ−ノードテーブル４
中のその次にリンクされたレコード、すなわちリンクア
ドレス９によって識別されるレコードを読み出す。この
例ではコンピュータ１１０は”ｅｔｃ”のＳインデック
スの値がレコード９のフィールド４２にストアされてい
るＳインデックスの値と等しいことを見いだす。
【００２１】後者の比較の結果、コンピュータ１１０は
レコード９のフィールド４３にストアされている値（す
なわち５０）をインデックス（すなわちオフセット）と
して用いてＨ−ノードテーブル５をアクセスする。図５
から、オフセット５０の所に位置するＨ−ノードレコー
ドのフィールド５１及び５２の値はそれぞれ８１及び１
１１であることがわかる。値１１１は”ｅｔｃ”ディレ
クトリに直接従属している各々のファイル及び／あるい
はディレクトリに係るＤ−ノードレコードの組の内の一
つを指し示している。既に説明されているように、値１
１１は”ｅｔｃ”ディレクトリの最終バージョンがスト
アされているバックアップメモリ（例えばメモリ３０−
１）内のメモリ位置のアドレスを含むＶ−ノードレコー
ドを指し示している。（既に述べられているように、”
ｅｔｃ”ディレクトリのそれ以前のバージョンがバック
アップメモリにストアされている場合には、後者のＶ−
ノードレコードはそのバージョンに対するバックアップ
メモリアドレスを含むＶ−ノードレコードを指し示して
いる。）
レコード９のフィールド４３にストアされている値（す
なわち５０）をインデックス（すなわちオフセット）と
して用いてＨ−ノードテーブル５をアクセスする。図５
から、オフセット５０の所に位置するＨ−ノードレコー
ドのフィールド５１及び５２の値はそれぞれ８１及び１
１１であることがわかる。値１１１は”ｅｔｃ”ディレ
クトリに直接従属している各々のファイル及び／あるい
はディレクトリに係るＤ−ノードレコードの組の内の一
つを指し示している。既に説明されているように、値１
１１は”ｅｔｃ”ディレクトリの最終バージョンがスト
アされているバックアップメモリ（例えばメモリ３０−
１）内のメモリ位置のアドレスを含むＶ−ノードレコー
ドを指し示している。（既に述べられているように、”
ｅｔｃ”ディレクトリのそれ以前のバージョンがバック
アップメモリにストアされている場合には、後者のＶ−
ノードレコードはそのバージョンに対するバックアップ
メモリアドレスを含むＶ−ノードレコードを指し示して
いる。）
【００２２】その後、コンピュータ１１０は”ｅｔｃ”
ディレクトリに直接従属しているものに関するＤ−ノー
ドレコードを一つずつアクセスし、その関連するフィー
ルド４２がファイル”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対して割り
当てられたＳインデックスの値（すなわち２０５）と等
しいＳインデックスを含むＤ−ノードにおいてこのアク
セスを終了する。より詳細に述べれば、コンピュータ１
１０はＤ−ノードテーブル４のレコード８１をアクセス
することから開始してそのレコードのフィールド４２の
内容を値２０５と比較する。レコード８１のフィールド
４２に含まれているインデックスは６１２という値を有
していて２０５というＳインデックスとは同じではない
ので、コンピュータ１１０はＤ−ノードレコード８１に
リンクされたＤ−ノードレコード、例えばレコード４１
７（図示せず）をアクセスする。このようにしてコンピ
ュータ１１０はリンクされたＤ−ノードレコードのアク
セスを続行し、ファイル”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に割り当
てられたＳインデックスの値と等しい値を有するＤ−ノ
ードレコード２０のフィールド４２を見いだした時点で
この検索を終了する。その後、レコード２０のフィール
ド４３の内容（１２３）を用いてコンピュータ１１０は
Ｈ−ノードテーブル５のレコード１２３をアクセスして
関連するＶ−ノードポインタの値（図示されているよう
に６８と仮定されている）を得る。
ディレクトリに直接従属しているものに関するＤ−ノー
ドレコードを一つずつアクセスし、その関連するフィー
ルド４２がファイル”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に対して割り
当てられたＳインデックスの値（すなわち２０５）と等
しいＳインデックスを含むＤ−ノードにおいてこのアク
セスを終了する。より詳細に述べれば、コンピュータ１
１０はＤ−ノードテーブル４のレコード８１をアクセス
することから開始してそのレコードのフィールド４２の
内容を値２０５と比較する。レコード８１のフィールド
４２に含まれているインデックスは６１２という値を有
していて２０５というＳインデックスとは同じではない
ので、コンピュータ１１０はＤ−ノードレコード８１に
リンクされたＤ−ノードレコード、例えばレコード４１
７（図示せず）をアクセスする。このようにしてコンピ
ュータ１１０はリンクされたＤ−ノードレコードのアク
セスを続行し、ファイル”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”に割り当
てられたＳインデックスの値と等しい値を有するＤ−ノ
ードレコード２０のフィールド４２を見いだした時点で
この検索を終了する。その後、レコード２０のフィール
ド４３の内容（１２３）を用いてコンピュータ１１０は
Ｈ−ノードテーブル５のレコード１２３をアクセスして
関連するＶ−ノードポインタの値（図示されているよう
に６８と仮定されている）を得る。
【００２３】この実施例においては、ファイル／ｅｔｃ
／ｓｅｒｖｉｃｅｓの最新のバージョンはバックアップ
メモリ３０−１にストアされていると仮定されているの
で、コンピュータ１１０は新たなレコードをＶ−ノード
テーブル６に追加し、この新たなレコードをそれ以前の
ファイルと関連付ける。ここではこの新たなレコードの
オフセットが１００５３であると仮定されている。コン
ピュータ１１０はこの新たなレコードを、関連するフィ
ールド６１にオフセットインデックス６８をストアする
ことによってファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓの直
前のバージョンとリンクする。ここで、このファイルの
直前のバージョン及び現在のバージョンはそれぞれ２及
び３であると仮定されている。さらに、コンピュータ１
１０はフィールド６２、６３及び６４にそれぞれファイ
ルの現在のバージョンナンバー（すなわち３）、このバ
ージョンに関連する日付及び現在のバージョンがストア
されているバックアップメモリ位置のアドレスを挿入す
る。コンピュータ１１０は現在のレコードをオフセット
インデックス１２３によって識別されるＨ−ノードレコ
ードと、後者のレコードのフィールド５２に新たなＶ−
ノードレコードのオフセットインデックス、すなわち１
００５３、を挿入することによってリンクする。この値
はレコード１２３の６８という値を置換することにな
る。
／ｓｅｒｖｉｃｅｓの最新のバージョンはバックアップ
メモリ３０−１にストアされていると仮定されているの
で、コンピュータ１１０は新たなレコードをＶ−ノード
テーブル６に追加し、この新たなレコードをそれ以前の
ファイルと関連付ける。ここではこの新たなレコードの
オフセットが１００５３であると仮定されている。コン
ピュータ１１０はこの新たなレコードを、関連するフィ
ールド６１にオフセットインデックス６８をストアする
ことによってファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓの直
前のバージョンとリンクする。ここで、このファイルの
直前のバージョン及び現在のバージョンはそれぞれ２及
び３であると仮定されている。さらに、コンピュータ１
１０はフィールド６２、６３及び６４にそれぞれファイ
ルの現在のバージョンナンバー（すなわち３）、このバ
ージョンに関連する日付及び現在のバージョンがストア
されているバックアップメモリ位置のアドレスを挿入す
る。コンピュータ１１０は現在のレコードをオフセット
インデックス１２３によって識別されるＨ−ノードレコ
ードと、後者のレコードのフィールド５２に新たなＶ−
ノードレコードのオフセットインデックス、すなわち１
００５３、を挿入することによってリンクする。この値
はレコード１２３の６８という値を置換することにな
る。
【００２４】ファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓがバ
ックアップメモリにそれ以前のバージョンがストアされ
ていないという意味で新しいファイルであると仮定する
と、コンピュータ１１０は、Ｖ−ノードテーブル６に新
たなレコードを追加するだけではなく新たなレコードを
Ｄ−ノードテーブル４及びＨ−ノードテーブル５にも追
加する。この場合には、新たなＶ−ノードレコードのフ
ィールドはヌル値（すなわち０という値）をとることに
なる。なぜなら、新たなファイルはそれ自体の以前のフ
ァイルに対してリンクされないからである。新たなＨ−
ノードレコードのフィールド５１及び５２は、それぞれ
ヌル値及び新たなＶ−ノードレコードに対するＶ−ノー
ドテーブルオフセットインデックスを含むことになる。
（システムがこの新しいファイルに対して直接従属して
いる他のファイル及び／あるいはディレクトリを見いだ
していないため、ヌル値が挿入される。）新たなＤ−ノ
ードファイルのフィールド４１、４２、及び４３は、そ
れぞれ、”ｅｔｃ”に対して直接従属しているファイル
及び／あるいはディレクトリの組に対してこの新たなレ
コードをリンクするためのオフセットインデックス８
１、このファイルに対する唯一つのＳインデックス、及
びこのファイルに関連しているＨ−ノードオフセットイ
ンデックスを含む。
ックアップメモリにそれ以前のバージョンがストアされ
ていないという意味で新しいファイルであると仮定する
と、コンピュータ１１０は、Ｖ−ノードテーブル６に新
たなレコードを追加するだけではなく新たなレコードを
Ｄ−ノードテーブル４及びＨ−ノードテーブル５にも追
加する。この場合には、新たなＶ−ノードレコードのフ
ィールドはヌル値（すなわち０という値）をとることに
なる。なぜなら、新たなファイルはそれ自体の以前のフ
ァイルに対してリンクされないからである。新たなＨ−
ノードレコードのフィールド５１及び５２は、それぞれ
ヌル値及び新たなＶ−ノードレコードに対するＶ−ノー
ドテーブルオフセットインデックスを含むことになる。
（システムがこの新しいファイルに対して直接従属して
いる他のファイル及び／あるいはディレクトリを見いだ
していないため、ヌル値が挿入される。）新たなＤ−ノ
ードファイルのフィールド４１、４２、及び４３は、そ
れぞれ、”ｅｔｃ”に対して直接従属しているファイル
及び／あるいはディレクトリの組に対してこの新たなレ
コードをリンクするためのオフセットインデックス８
１、このファイルに対する唯一つのＳインデックス、及
びこのファイルに関連しているＨ−ノードオフセットイ
ンデックスを含む。
【００２５】さらに、コンピュータ１１０はオフセット
インデックス５０を有するＨ−ノードレコードのフィー
ルド５１の内容を新たなＤ−ノードレコードのオフセッ
トインデックスの値に変更する。
インデックス５０を有するＨ−ノードレコードのフィー
ルド５１の内容を新たなＤ−ノードレコードのオフセッ
トインデックスの値に変更する。
【００２６】他方、ファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅ
ｓのバージョン１がバックアップメモリからアンロード
されてコンピュータ１０−１から１０−Ｎの内の一つ、
例えば１０−１、に渡されなければならない場合には、
コンピュータ１１０はこの要求に対して既に説明された
ような方法で対処する。すなわち、コンピュータ１１０
はパス名の各々の構成要素を対応する唯一つのアイデン
ティティすなわちインデックスにマッピングし、このイ
ンデックスを用いて上述された方法でＤ−ノード及びＨ
−ノードを検索して関連するＶ−ノードレコード、すな
わちＶ−ノードレコード１００５３、の位置を見いだ
す。その後、コンピュータ１１０は互いにリンクされて
いる関連するＶ−ノードレコードを検索して、求められ
ているファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓのバージョ
ン１に関連しているＶ−ノードレコード、すなわちレコ
ード１８、の位置を見いだす。この時点でコンピュータ
１１０はフィールド６４の内容を求められているファイ
ルを含むバックアップメモリに渡す。バックアップメモ
リはそれに応答して受信されたポインタによって識別さ
れるメモリ位置から始まるファイルをアンロードしてそ
れをコンピュータ１１０にそのまま供給する。その後、
コンピュータ１１０は要求を発したコンピュータ１０宛
当該ファイルをバックアップメモリから受信したまま渡
す。
ｓのバージョン１がバックアップメモリからアンロード
されてコンピュータ１０−１から１０−Ｎの内の一つ、
例えば１０−１、に渡されなければならない場合には、
コンピュータ１１０はこの要求に対して既に説明された
ような方法で対処する。すなわち、コンピュータ１１０
はパス名の各々の構成要素を対応する唯一つのアイデン
ティティすなわちインデックスにマッピングし、このイ
ンデックスを用いて上述された方法でＤ−ノード及びＨ
−ノードを検索して関連するＶ−ノードレコード、すな
わちＶ−ノードレコード１００５３、の位置を見いだ
す。その後、コンピュータ１１０は互いにリンクされて
いる関連するＶ−ノードレコードを検索して、求められ
ているファイル／ｅｔｃ／ｓｅｒｖｉｃｅｓのバージョ
ン１に関連しているＶ−ノードレコード、すなわちレコ
ード１８、の位置を見いだす。この時点でコンピュータ
１１０はフィールド６４の内容を求められているファイ
ルを含むバックアップメモリに渡す。バックアップメモ
リはそれに応答して受信されたポインタによって識別さ
れるメモリ位置から始まるファイルをアンロードしてそ
れをコンピュータ１１０にそのまま供給する。その後、
コンピュータ１１０は要求を発したコンピュータ１０宛
当該ファイルをバックアップメモリから受信したまま渡
す。
【００２７】上述されているように、ハッシュナンバー
及びＳインデックスは、それぞれ図２及び図３に示され
ているテーブル１及びテーブル２にストアされている情
報をアクセスするためのオフセットとして用いられる。
すなわち、Ｓインデックスは一群のメモリバイト、例え
ば４バイト、を用いてテーブル１にストアされている。
テーブル１においてＳインデックスをストアするために
用いられる特定の一群のメモリバイトは、関連するハッ
シュナンバーの値によって決定される、すなわちハッシ
ュナンバーがテーブル１における関連するインデックス
の位置を決定するためのオフセットとして用いられる。
ハッシュナンバーはある意味では乱数であるため、スト
アされたＳインデックスの後のテーブル１内の一群ある
いはそれ以上のメモリバイトが空である場合がある。こ
のことは、同一のハッシュナンバーが２つあるいはそれ
以上の相異なったファイル名に対して生成され得る、す
なわちハッシュナンバーが違いに衝突することを意味し
ている。
及びＳインデックスは、それぞれ図２及び図３に示され
ているテーブル１及びテーブル２にストアされている情
報をアクセスするためのオフセットとして用いられる。
すなわち、Ｓインデックスは一群のメモリバイト、例え
ば４バイト、を用いてテーブル１にストアされている。
テーブル１においてＳインデックスをストアするために
用いられる特定の一群のメモリバイトは、関連するハッ
シュナンバーの値によって決定される、すなわちハッシ
ュナンバーがテーブル１における関連するインデックス
の位置を決定するためのオフセットとして用いられる。
ハッシュナンバーはある意味では乱数であるため、スト
アされたＳインデックスの後のテーブル１内の一群ある
いはそれ以上のメモリバイトが空である場合がある。こ
のことは、同一のハッシュナンバーが２つあるいはそれ
以上の相異なったファイル名に対して生成され得る、す
なわちハッシュナンバーが違いに衝突することを意味し
ている。
【００２８】例えば、ハッシュナンバー１０がファイル
名”ａａａａａ”に対して従来技術にかかるハッシング
アルゴリズムを適用することによって生成されたと仮定
する。ここで、”ａａａａａ”は相異なったアルファベ
ットあるいは数字を表わしている。図２から理解される
ように、テーブル１のオフセット１０にストアされたＳ
インデックスの値は２０５であり、これは文字列テーブ
ル２における”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”というファイル名を
指し示している。ファイル名”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”はフ
ァイル名”ａａａａａ”と一致しないので、コンピュー
タ１１０は２０５がファイル名”ａａａａａ”に対して
割り当てられたＳインデックスではないと結論付ける。
この場合にはコンピュータ１１０はオフセット１０から
開始して一つずつテーブル１のそれ以降のエントリを検
索して空でない各々のエントリを用いてテーブル２をア
クセスし、ファイル名”ａａａａａ”がテーブル２に含
まれているか否かを決定する。ファイル名”ａａａａ
ａ”がテーブル２に含まれている場合には、コンピュー
タ１１０は後者のファイルに対するＳインデックスとし
て関連するオフセットを用いる。
名”ａａａａａ”に対して従来技術にかかるハッシング
アルゴリズムを適用することによって生成されたと仮定
する。ここで、”ａａａａａ”は相異なったアルファベ
ットあるいは数字を表わしている。図２から理解される
ように、テーブル１のオフセット１０にストアされたＳ
インデックスの値は２０５であり、これは文字列テーブ
ル２における”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”というファイル名を
指し示している。ファイル名”ｓｅｒｖｉｃｅｓ”はフ
ァイル名”ａａａａａ”と一致しないので、コンピュー
タ１１０は２０５がファイル名”ａａａａａ”に対して
割り当てられたＳインデックスではないと結論付ける。
この場合にはコンピュータ１１０はオフセット１０から
開始して一つずつテーブル１のそれ以降のエントリを検
索して空でない各々のエントリを用いてテーブル２をア
クセスし、ファイル名”ａａａａａ”がテーブル２に含
まれているか否かを決定する。ファイル名”ａａａａ
ａ”がテーブル２に含まれている場合には、コンピュー
タ１１０は後者のファイルに対するＳインデックスとし
て関連するオフセットを用いる。
【００２９】コンピュータ１１０がテーブル２中にファ
イル名”ａａａａａ”を見いださなかった場合には、コ
ンピュータ１１０はテーブル２の最終文字列にこのファ
イル名を追加する。その後、コンピュータ１１０は、ハ
ッシュナンバー１０より大きいオフセット値を有する利
用可能な一群のメモリバイトを用いてテーブル１中に”
ａａａａａ”に対するテーブル２オフセットをストアす
る。このオフセット値はオフセット１０によって識別さ
れる一群のメモリバイトに比較的近接したメモリバイト
内にストアされる場合が多い。なぜなら、既に説明され
ているように、Ｓインデックス２０５を含むメモリバイ
ト群の後ろのメモリバイト群が空である場合が多いから
である。このような場合には、コンピュータ１１０がフ
ァイル名”ａａａａａ”に対するＳインデックスを配置
するために消費する時間が最小となる。なぜならこのイ
ンデックスとＳインデックス２０５とはテーブル１中で
互いに近接してストアされる可能性が最も高いからであ
る。
イル名”ａａａａａ”を見いださなかった場合には、コ
ンピュータ１１０はテーブル２の最終文字列にこのファ
イル名を追加する。その後、コンピュータ１１０は、ハ
ッシュナンバー１０より大きいオフセット値を有する利
用可能な一群のメモリバイトを用いてテーブル１中に”
ａａａａａ”に対するテーブル２オフセットをストアす
る。このオフセット値はオフセット１０によって識別さ
れる一群のメモリバイトに比較的近接したメモリバイト
内にストアされる場合が多い。なぜなら、既に説明され
ているように、Ｓインデックス２０５を含むメモリバイ
ト群の後ろのメモリバイト群が空である場合が多いから
である。このような場合には、コンピュータ１１０がフ
ァイル名”ａａａａａ”に対するＳインデックスを配置
するために消費する時間が最小となる。なぜならこのイ
ンデックスとＳインデックス２０５とはテーブル１中で
互いに近接してストアされる可能性が最も高いからであ
る。
【００３０】上述されているように、ファイル名”ａａ
ａａａ”はテーブル２中にストアされている最終文字列
に追加される。すなわち、テーブル２中にストアされて
いるファイル名は互いに連続している、すなわち”パッ
ク”されている。
ａａａ”はテーブル２中にストアされている最終文字列
に追加される。すなわち、テーブル２中にストアされて
いるファイル名は互いに連続している、すなわち”パッ
ク”されている。
【００３１】以上の説明は、本発明の一実施例に関する
もので，この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例が考え得るが、それらはいずれも本発明の技術
的範囲に包含される。例えば、特別なマッピング技法を
用いることによりＤ−ノードテーブル及びＨ−ノードテ
ーブルが各々のコンピュータ１０に対して１つのテーブ
ルとしてまとめられ得る。さらに、ハッシュナンバー間
の衝突は当業者には既知の所謂二次ハッシング技法を用
いることによって取り扱われ得る。
もので，この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例が考え得るが、それらはいずれも本発明の技術
的範囲に包含される。例えば、特別なマッピング技法を
用いることによりＤ−ノードテーブル及びＨ−ノードテ
ーブルが各々のコンピュータ１０に対して１つのテーブ
ルとしてまとめられ得る。さらに、ハッシュナンバー間
の衝突は当業者には既知の所謂二次ハッシング技法を用
いることによって取り扱われ得る。
【００３２】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、バ
ックアップメモリ中のより効率的なファイル配置技法が
提供される。
ックアップメモリ中のより効率的なファイル配置技法が
提供される。
【図１】 本発明の原理に係るコンピュータアーカイビ
ングシステムのブロック図。
ングシステムのブロック図。
【図２】 図１のシステムにおいて特定のファイル名を
唯一つのアイデンティティに関連付けるために用いられ
るハッシュテーブルを示した図。
唯一つのアイデンティティに関連付けるために用いられ
るハッシュテーブルを示した図。
【図３】 図１のシステムにおいて特定のファイル名に
対して割り当てられた唯一つのアイデンティティを確認
するために用いられるストリングテーブルを示した図。
対して割り当てられた唯一つのアイデンティティを確認
するために用いられるストリングテーブルを示した図。
【図４】 図１のシステムにおいてバックアップメモリ
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
【図５】 図１のシステムにおいてバックアップメモリ
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
【図６】 図１のシステムにおいてバックアップメモリ
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
内に関連するアイデンティティに基づいて特定のファイ
ルを配置するために用いられるテーブルを示した図。
４ Ｄ−ノードテーブル ５ Ｈ−ノードテーブル ６ Ｖ−ノードテーブル １０ コンピュータ １１ ディスク ２０ ネットワーク ３０ バックアップメモリ ４１ リンクポインタ ４２ Ｓインデックス ４３ Ｈ−ノードポインタ ５１ Ｄ−ノードポインタ ５２ Ｖ−ノードポインタ ６１ バージョンポインタ ６２ バージョンナンバー ６３ 日付 ６４ 媒体ポインタ １００ アーカイビングシステム １１０ コンピュータ １１５ ディスク
Claims (4)
- 【請求項１】 バックアップメモリ中にファイルを配置
する方法において、前記ファイルは前記バックアップメ
モリ中にストアされた一群の関連するファイルの内の一
つであり、前記ファイル群が共通の名前によって識別さ
れ、前記共通の名前がその並びが階層構造を表わしてい
るような階層的パス名を識別しているＮ個の構成要素か
らなるシーケンスの内の一つの構成要素であり（ここで
Ｎ≧１である）、前記方法が、 前記構成要素の各々を対応する唯一つのアイデンティテ
ィ値に変換する段階；前記バックアップメモリ中の前記
ファイルがストアされている位置を前記Ｎ個の構成要素
の最初のものに関連している唯一つのアイデンティティ
値から始まる各々の前記値の関数として決定する段階；
を有することを特徴とするファイル配置方法。 - 【請求項２】 前記構成要素の各々を、第一の位置テー
ブル内の利用可能な位置に、当該利用可能な位置のアド
レスがそこにストアされている構成要素に係る唯一つの
アイデンティティ値を決定するようにストアする段階；
及び、 前記構成要素の各々に対して関連するハッシュナンバー
を導出して第二の位置テーブル内の前記ハッシュナンバ
ーによって識別される位置に前記利用可能な位置の前記
アドレスをストアする段階；を有することを特徴とする
請求項第１項に記載のファイル配置方法。 - 【請求項３】 前記変換段階が、前記構成要素からなる
前記シーケンスの各々に対して関連するハッシュナンバ
ーを導出するために前記構成要素からなる前記シーケン
スの第一のものから始めてハッシングアルゴリズムを適
用しその後前記ハッシュナンバーを前記第二のテーブル
に対するインデックスとして用いて前記第二のテーブル
から関連するアイデンティティ値を取り出す段階を有す
ることを特徴とする請求項第２項に記載のファイル配置
方法。 - 【請求項４】 第三のテーブルに前記アイデンティティ
値の各々及び他のファイル及び／あるいはディレクトリ
のそれぞれのものに関連する他のアイデンティティ値を
それぞれ対応するエントリとして、当該エントリの個々
のものが前記階層内のそれぞれのレベルに基づいて前記
第三のテーブル内でリンクされたエントリ群として形成
されるようにストアする段階；及び、前記エントリの各
々に第一のインデックス及び第二のインデックスをスト
アする段階、 ここで前記第一のインデックスは次位に従属したエント
リ群を間接的に指し示しており、前記第二のインデック
スは関連するアイデンティティ値によって識別されるフ
ァイルがストアされているバックアップメモリ位置を間
接的に指し示している；を有し、 前記決定段階が、 前記シーケンス中の前記構成要素が出現する順序内で前
記エントリ群の内の関連する一つを形成する第一のエン
トリを識別してその後関連するエントリ群内で関連する
唯一つのアイデンティティ値を含むエントリを配置する
段階；及び、 前記識別された一群のエントリの最終のものを形成し前
記ファイル名に係る唯一つのアイデンティティを含むエ
ントリから前記第二のインデックスを得る段階を有する
ことを特徴とする請求項第２項に記載のファイル配置方
法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US636310 | 1991-01-02 | ||
| US07/636,310 US5301286A (en) | 1991-01-02 | 1991-01-02 | Memory archiving indexing arrangement |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06342392A true JPH06342392A (ja) | 1994-12-13 |
Family
ID=24551341
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3351740A Pending JPH06342392A (ja) | 1991-01-02 | 1991-12-16 | ファイル配置方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5301286A (ja) |
| JP (1) | JPH06342392A (ja) |
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