JPH07210433A - ファイルサーバ - Google Patents
ファイルサーバInfo
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- JPH07210433A JPH07210433A JP6003396A JP339694A JPH07210433A JP H07210433 A JPH07210433 A JP H07210433A JP 6003396 A JP6003396 A JP 6003396A JP 339694 A JP339694 A JP 339694A JP H07210433 A JPH07210433 A JP H07210433A
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- Pending
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】メインフレームを分散ファイルシステムのサー
バとして使用する場合に、クライアントからの要求に対
する平均的な応答時間を短縮する。 【構成】分散ファイル処理をオフロードしたＬＡＮアダ
プタをホストに内蔵し、ホストの管理する拡張記憶をフ
ァイルキャッシュとして使用する。キャッシュ管理情報
はＬＡＮアダプタ内のローカルメモリ上に持ち、ＬＡＮ
アダプタはこの情報によりキャッシュの登録／削除を管
理している。キャッシュにないブロックについてはＬＡ
Ｎアダプタからホストに割り込み、ホストがディスク入
出力処理により主記憶上に当該ブロックを読み込み、こ
れをＬＡＮアダプタがローカルメモリにコピーする。 【効果】キャッシュ容量を大規模化することが可能にな
り、分散ファイル要求に対する平均的な応答時間が短縮
できる。
バとして使用する場合に、クライアントからの要求に対
する平均的な応答時間を短縮する。 【構成】分散ファイル処理をオフロードしたＬＡＮアダ
プタをホストに内蔵し、ホストの管理する拡張記憶をフ
ァイルキャッシュとして使用する。キャッシュ管理情報
はＬＡＮアダプタ内のローカルメモリ上に持ち、ＬＡＮ
アダプタはこの情報によりキャッシュの登録／削除を管
理している。キャッシュにないブロックについてはＬＡ
Ｎアダプタからホストに割り込み、ホストがディスク入
出力処理により主記憶上に当該ブロックを読み込み、こ
れをＬＡＮアダプタがローカルメモリにコピーする。 【効果】キャッシュ容量を大規模化することが可能にな
り、分散ファイル要求に対する平均的な応答時間が短縮
できる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ネットワークで接続さ
れた複数の計算機間でファイルを共有するネットワーク
ファイルシステムに係り、特に主記憶よりも大容量な拡
張記憶装置を用いたネットワークファイルサーバに関す
る。
れた複数の計算機間でファイルを共有するネットワーク
ファイルシステムに係り、特に主記憶よりも大容量な拡
張記憶装置を用いたネットワークファイルサーバに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】複数の計算機をネットワークで接続した
システムでは、分散したファイルを互いに共有する米サ
ン社のネットワークファイルシステム（ＮＦＳ：サン社
の登録商標）が広く普及している。メインフレームは大
容量のファイルを保有することができるため、ネットワ
ーク接続された多数の計算機が使用するファイルを格納
しておくファイルサーバとして適していると考えられ
る。メインフレームをファイルサーバとして利用する製
品の一つである米ＨＤＳ社のＯＳＩＲＩＳ（ＨＤＳ社の
登録商標）では、メインフレームのチャネルに専用のワ
ークステーションを接続し、これをＬＡＮアダプタとし
て使用すると同時に、ＮＦＳ処理を該アダプタにオフロ
ードしてＮＦＳフロントエンドサーバとして動作させ
る。
システムでは、分散したファイルを互いに共有する米サ
ン社のネットワークファイルシステム（ＮＦＳ：サン社
の登録商標）が広く普及している。メインフレームは大
容量のファイルを保有することができるため、ネットワ
ーク接続された多数の計算機が使用するファイルを格納
しておくファイルサーバとして適していると考えられ
る。メインフレームをファイルサーバとして利用する製
品の一つである米ＨＤＳ社のＯＳＩＲＩＳ（ＨＤＳ社の
登録商標）では、メインフレームのチャネルに専用のワ
ークステーションを接続し、これをＬＡＮアダプタとし
て使用すると同時に、ＮＦＳ処理を該アダプタにオフロ
ードしてＮＦＳフロントエンドサーバとして動作させ
る。
【０００３】図２は上記ＯＳＩＲＩＳのシステム構成を
示す図である。
示す図である。
【０００４】メインフレームは主記憶（ＭＳ）４，記憶
制御装置（ＳＣ）３，命令プロセッサ（ＩＰ）５，入出
力プロセッサ（ＩＯＰ）６及びＳＣ３とＩＯＰ６を接続
するプロセッサ間通信装置（ＩＣＵ）２よりなる。ＬＡ
Ｎアダプタ７はＩＯＰ６の持つチャネル（ＣＨ）１３に
よりメインフレームに接続されており、メインフレーム
とＬＡＮアダプタ７で共同してファイルサーバとして機
能する。クライアント１７は、ＬＡＮ１６を経由してこ
のファイルサーバが磁気ディスク１５上に保有するファ
イル１８にアクセスすることができる。以下、クライア
ント１７からのブロック読みだし要求の処理について説
明する。
制御装置（ＳＣ）３，命令プロセッサ（ＩＰ）５，入出
力プロセッサ（ＩＯＰ）６及びＳＣ３とＩＯＰ６を接続
するプロセッサ間通信装置（ＩＣＵ）２よりなる。ＬＡ
Ｎアダプタ７はＩＯＰ６の持つチャネル（ＣＨ）１３に
よりメインフレームに接続されており、メインフレーム
とＬＡＮアダプタ７で共同してファイルサーバとして機
能する。クライアント１７は、ＬＡＮ１６を経由してこ
のファイルサーバが磁気ディスク１５上に保有するファ
イル１８にアクセスすることができる。以下、クライア
ント１７からのブロック読みだし要求の処理について説
明する。
【０００５】クライアント１７からのリクエストメッセ
ージはＬＡＮ１６，ＬＡＮ制御回路１２，ローカルバス
１０１を経由してローカルメモリ１１に格納される。メ
ッセージの内容はプロセッサ１０により解析される。Ｌ
ＡＮアダプタ７ではローカルメモリ１１上にキャッシュ
領域２０とその管理情報１９を持っており、クライアン
トから一度読みだし要求のあったファイルのブロックは
キャッシュ領域２０及びキャッシュ管理情報１９に登録
される。
ージはＬＡＮ１６，ＬＡＮ制御回路１２，ローカルバス
１０１を経由してローカルメモリ１１に格納される。メ
ッセージの内容はプロセッサ１０により解析される。Ｌ
ＡＮアダプタ７ではローカルメモリ１１上にキャッシュ
領域２０とその管理情報１９を持っており、クライアン
トから一度読みだし要求のあったファイルのブロックは
キャッシュ領域２０及びキャッシュ管理情報１９に登録
される。
【０００６】プロセッサ１０は、クライアント１７に要
求されたブロックがこのキャッシュ領域２０にキャッシ
ングされているか否かをキャッシュ管理情報１９により
判断し、キャッシングされていればキャッシュ領域２０
より当該ブロックを読みだしＬＡＮ制御回路１２，ＬＡ
Ｎ１６を経由してクライアント１７に転送する。当該ブ
ロックがキャッシングされていなければチャネルインタ
フェース制御部９，チャネル１３，線１０７，チャネル
制御装置（ＣＨＰ）８を経由して、線１０２によりＩＰ
５に通知して、ＩＰ５が磁気ディスク１５との入出力動
作を行うことにより、ディスク１５からＭＳ４上のデー
タバッファ２１へ当該ブロックが読み込まれる。
求されたブロックがこのキャッシュ領域２０にキャッシ
ングされているか否かをキャッシュ管理情報１９により
判断し、キャッシングされていればキャッシュ領域２０
より当該ブロックを読みだしＬＡＮ制御回路１２，ＬＡ
Ｎ１６を経由してクライアント１７に転送する。当該ブ
ロックがキャッシングされていなければチャネルインタ
フェース制御部９，チャネル１３，線１０７，チャネル
制御装置（ＣＨＰ）８を経由して、線１０２によりＩＰ
５に通知して、ＩＰ５が磁気ディスク１５との入出力動
作を行うことにより、ディスク１５からＭＳ４上のデー
タバッファ２１へ当該ブロックが読み込まれる。
【０００７】更に、ＩＰ５が線１０４によりＣＨＰ８に
起動指示を出すと、ＣＨＰ８は線１０６によりチャネル
１３を起動し、それによりブロックはデータバッファ２
１からＳＣ３，ＩＣＵ２，ＩＯＰ６を経由してローカル
メモリ１１に読み込む。読み込まれたブロックはＬＡＮ
制御回路１２を経由してクライアント１７に転送される
と共にキャッシュ領域２０、及びキャッシュ管理情報１
９に登録される。
起動指示を出すと、ＣＨＰ８は線１０６によりチャネル
１３を起動し、それによりブロックはデータバッファ２
１からＳＣ３，ＩＣＵ２，ＩＯＰ６を経由してローカル
メモリ１１に読み込む。読み込まれたブロックはＬＡＮ
制御回路１２を経由してクライアント１７に転送される
と共にキャッシュ領域２０、及びキャッシュ管理情報１
９に登録される。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】分散ファイル処理にお
いては、クライアントが要求するブロックがキャッシュ
に存在しない場合、磁気ディスクから読み込む。しか
し、ディスクアクセスには数十ミリ秒の時間を要するた
め、キャッシュがミスした場合には、ヒットした時に比
べ応答時間が１桁程度遅くなってしまう。従って、クラ
イアントへの迅速な応答を保証するためにはキャッシュ
のヒット率を向上させることが重要である。ところが、
上記ＯＳＩＲＩＳでは、キャッシュとしてＬＡＮアダプ
タのローカルメモリを使用しているため大容量キャッシ
ュを持てないという問題点があった。
いては、クライアントが要求するブロックがキャッシュ
に存在しない場合、磁気ディスクから読み込む。しか
し、ディスクアクセスには数十ミリ秒の時間を要するた
め、キャッシュがミスした場合には、ヒットした時に比
べ応答時間が１桁程度遅くなってしまう。従って、クラ
イアントへの迅速な応答を保証するためにはキャッシュ
のヒット率を向上させることが重要である。ところが、
上記ＯＳＩＲＩＳでは、キャッシュとしてＬＡＮアダプ
タのローカルメモリを使用しているため大容量キャッシ
ュを持てないという問題点があった。
【０００９】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に、本発明では、ホストであるメインフレームの持つ拡
張記憶をファイルキャッシュとして利用する。拡張記憶
は、ページングデバイスを主な用途とし、主記憶よりも
アクセス速度が遅くビット当りの単価が低いメモリ素子
を使用しており、低コストで大容量を達成できる。本発
明ではこの拡張記憶をファイルキャッシュとして使用す
るために、分散ファイル処理をオフロードしたＬＡＮア
ダプタをメインフレームに内蔵すると共に、従来主記憶
との間でしかデータの転送ができなかった拡張記憶をＬ
ＡＮアダプタから直接参照／更新する手段を設ける。
に、本発明では、ホストであるメインフレームの持つ拡
張記憶をファイルキャッシュとして利用する。拡張記憶
は、ページングデバイスを主な用途とし、主記憶よりも
アクセス速度が遅くビット当りの単価が低いメモリ素子
を使用しており、低コストで大容量を達成できる。本発
明ではこの拡張記憶をファイルキャッシュとして使用す
るために、分散ファイル処理をオフロードしたＬＡＮア
ダプタをメインフレームに内蔵すると共に、従来主記憶
との間でしかデータの転送ができなかった拡張記憶をＬ
ＡＮアダプタから直接参照／更新する手段を設ける。
【００１０】
【作用】内蔵されたＬＡＮアダプタは、クライアントか
らの読み出し要求を受けるとＬＡＮアダプタ内のローカ
ルメモリ上のキャッシュ管理情報を検索し、要求された
ブロックが登録されていれば拡張記憶の直接参照手段を
用いて拡張記憶から当該ブロックを読み出し、ＬＡＮを
経由してクライアントに転送する。当該ブロックが登録
されていなければホストであるメインフレームの命令プ
ロセッサに通知してホストが保有する磁気ディスク上の
当該ブロックを主記憶経由でＬＡＮアダプタ内ローカル
メモリに読み込み、ＬＡＮ経由でクライアントに転送す
るとともに、主記憶から当該ブロックを拡張記憶上のキ
ャッシング領域にコピーし、ローカルメモリ上のキャッ
シュ管理情報を更新する。
らの読み出し要求を受けるとＬＡＮアダプタ内のローカ
ルメモリ上のキャッシュ管理情報を検索し、要求された
ブロックが登録されていれば拡張記憶の直接参照手段を
用いて拡張記憶から当該ブロックを読み出し、ＬＡＮを
経由してクライアントに転送する。当該ブロックが登録
されていなければホストであるメインフレームの命令プ
ロセッサに通知してホストが保有する磁気ディスク上の
当該ブロックを主記憶経由でＬＡＮアダプタ内ローカル
メモリに読み込み、ＬＡＮ経由でクライアントに転送す
るとともに、主記憶から当該ブロックを拡張記憶上のキ
ャッシング領域にコピーし、ローカルメモリ上のキャッ
シュ管理情報を更新する。
【００１１】
【実施例】図１は本発明の基本構成を示す図である。本
発明におけるファイルサーバはメインフレームの入出力
プロセッサ内にＬＡＮアダプタを内蔵する形態をとる。
メインフレームは、拡張記憶（ＥＳ）１，ＥＳ制御装置
２２，ＩＣＵ２，ＳＣ３，ＭＳ４，ＩＰ５、それにＩＯ
Ｐ６よりなる。このメインフレームはチャネル１４で接
続された磁気ディスク１５上に共有ファイル１８を保有
しており、クライアント１７はＬＡＮ１６を経由してこ
れにアクセスすることができる。ＬＡＮアダプタ２４
は、分散ファイル処理を実行するプロセッサ１０とロー
カルメモリ１１，ＬＡＮ制御回路１２，ホストアクセス
回路２７よりなり、これらがローカルバス１０１で接続
されている。ファイルキャッシュ領域２３はＥＳ１上
に、また、キャッシュ管理情報１９はローカルメモリ１
１上にあり、ＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ１０が管
理する。キャッシュ領域の先頭アドレス及び容量は、Ｉ
Ｐ５上で動作するホストのオペレーティングシステムが
システム立ち上げ時にＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ
１０に通知する。プロセッサ１０はこれをローカルメモ
リ１１上に格納し（２５，２６）、必要に応じて参照す
る。
発明におけるファイルサーバはメインフレームの入出力
プロセッサ内にＬＡＮアダプタを内蔵する形態をとる。
メインフレームは、拡張記憶（ＥＳ）１，ＥＳ制御装置
２２，ＩＣＵ２，ＳＣ３，ＭＳ４，ＩＰ５、それにＩＯ
Ｐ６よりなる。このメインフレームはチャネル１４で接
続された磁気ディスク１５上に共有ファイル１８を保有
しており、クライアント１７はＬＡＮ１６を経由してこ
れにアクセスすることができる。ＬＡＮアダプタ２４
は、分散ファイル処理を実行するプロセッサ１０とロー
カルメモリ１１，ＬＡＮ制御回路１２，ホストアクセス
回路２７よりなり、これらがローカルバス１０１で接続
されている。ファイルキャッシュ領域２３はＥＳ１上
に、また、キャッシュ管理情報１９はローカルメモリ１
１上にあり、ＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ１０が管
理する。キャッシュ領域の先頭アドレス及び容量は、Ｉ
Ｐ５上で動作するホストのオペレーティングシステムが
システム立ち上げ時にＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ
１０に通知する。プロセッサ１０はこれをローカルメモ
リ１１上に格納し（２５，２６）、必要に応じて参照す
る。
【００１２】最初に図１を用いてクライアントの要求受
信からブロック転送までの動作の概要を説明する。
信からブロック転送までの動作の概要を説明する。
【００１３】クライアント１７からのブロック読み出し
要求は、ＬＡＮ１６，ＬＡＮ制御回路１２，ローカルバ
ス１０１を経由してローカルメモリ１１に読み込まれ
る。プロセッサ１０は、要求されたブロックがキャッシ
ュ領域２３にキャッシングされているか否かをキャッシ
ュ管理情報１９を検索することにより判断する。検索の
結果、キャッシングされていると判断されればプロセッ
サ１０はホストアクセス回路２７により当該ブロックを
ＥＳ１よりローカルメモリ１１に読み込む。読み込まれ
たブロックは分散ファイル処理プログラムにより必要な
処理をされ、ローカルバス１０１，ＬＡＮ制御回路１
２，ＬＡＮ１６を経由してクライアント１７に転送され
る。
要求は、ＬＡＮ１６，ＬＡＮ制御回路１２，ローカルバ
ス１０１を経由してローカルメモリ１１に読み込まれ
る。プロセッサ１０は、要求されたブロックがキャッシ
ュ領域２３にキャッシングされているか否かをキャッシ
ュ管理情報１９を検索することにより判断する。検索の
結果、キャッシングされていると判断されればプロセッ
サ１０はホストアクセス回路２７により当該ブロックを
ＥＳ１よりローカルメモリ１１に読み込む。読み込まれ
たブロックは分散ファイル処理プログラムにより必要な
処理をされ、ローカルバス１０１，ＬＡＮ制御回路１
２，ＬＡＮ１６を経由してクライアント１７に転送され
る。
【００１４】一方、キャッシュ管理情報１９検索の結
果、当該ブロックがキャッシュ領域２３にキャッシング
されていないと判断された場合には、プロセッサ１０は
線１０３によりＣＨＰ８に通知し、ＣＨＰ８は線１０２
によりＩＰ５に通知する。この結果、ＩＰ５上で動作す
るオペレーティングシステムに入出力割り込みが受け付
けられ、オペレーティングシステムはチャネル１４に接
続された磁気ディスク上のファイル１８内の当該ブロッ
クをＭＳ４上の入出力バッファ領域２１に読み込む。然
る後にオペレーティングシステムからＬＡＮアダプタ２
４に対する起動命令が発行されると、ＩＰ５は線１０４
によりＣＨＰ８に起動指示を伝達し、その結果ＣＨＰ８
は線１０５によりＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ１０
に通知する。プロセッサ１０はホストアクセス回路２７
を用いて入出力バッファ領域２１にあるデータブロック
をローカルメモリ１１上にコピーし、再びホストアクセ
ス回路２７によりキャッシュ領域２３にコピーすると共
に、ローカルメモリ１１上のキャッシュ管理情報を更新
する。
果、当該ブロックがキャッシュ領域２３にキャッシング
されていないと判断された場合には、プロセッサ１０は
線１０３によりＣＨＰ８に通知し、ＣＨＰ８は線１０２
によりＩＰ５に通知する。この結果、ＩＰ５上で動作す
るオペレーティングシステムに入出力割り込みが受け付
けられ、オペレーティングシステムはチャネル１４に接
続された磁気ディスク上のファイル１８内の当該ブロッ
クをＭＳ４上の入出力バッファ領域２１に読み込む。然
る後にオペレーティングシステムからＬＡＮアダプタ２
４に対する起動命令が発行されると、ＩＰ５は線１０４
によりＣＨＰ８に起動指示を伝達し、その結果ＣＨＰ８
は線１０５によりＬＡＮアダプタ２４のプロセッサ１０
に通知する。プロセッサ１０はホストアクセス回路２７
を用いて入出力バッファ領域２１にあるデータブロック
をローカルメモリ１１上にコピーし、再びホストアクセ
ス回路２７によりキャッシュ領域２３にコピーすると共
に、ローカルメモリ１１上のキャッシュ管理情報を更新
する。
【００１５】次に、図１および図２〜図４を用いてＬＡ
Ｎアダプタ７とＥＳ１間のデータ転送について説明す
る。プロセッサ１０がホストの管理するＭＳ４またはＥ
Ｓ１にアクセスする場合には、そのアクセスの種類（ス
トア／フェッチ，ＥＳアクセス／ＭＳアクセスなど）及
びアドレス，データ長をホストアクセス回路内のレジス
タ２９，３０，３１に線１０８によりセットする。この
値は転送制御部２８によって解釈され、その後、転送制
御部２８は線１０９によってデータバッファ３２を制御
しながらＥＳ１またはＭＳ４との間でデータ転送を行
う。データは、ローカルメモリ１１からローカルバス１
０１，ローカルバスアクセス回路３３，データバッファ
３２，セレクタ３４，システムバス１００を経由してＣ
ＨＰ８、更にＩＣＵ２との間で転送される。
Ｎアダプタ７とＥＳ１間のデータ転送について説明す
る。プロセッサ１０がホストの管理するＭＳ４またはＥ
Ｓ１にアクセスする場合には、そのアクセスの種類（ス
トア／フェッチ，ＥＳアクセス／ＭＳアクセスなど）及
びアドレス，データ長をホストアクセス回路内のレジス
タ２９，３０，３１に線１０８によりセットする。この
値は転送制御部２８によって解釈され、その後、転送制
御部２８は線１０９によってデータバッファ３２を制御
しながらＥＳ１またはＭＳ４との間でデータ転送を行
う。データは、ローカルメモリ１１からローカルバス１
０１，ローカルバスアクセス回路３３，データバッファ
３２，セレクタ３４，システムバス１００を経由してＣ
ＨＰ８、更にＩＣＵ２との間で転送される。
【００１６】図５にアクセス種類を指定するアクセス制
御情報の内容を示す。アクセス制御情報は４バイトの長
さを持ち、バイト０のビット０〜６がストア／フェッチ
の区別等を示すリクエストコード５０，ビット７がＥＳ
アクセスを示すＥＳビット５１である。ＥＳビット５１
が１の時はＥＳアクセス、０の時はＭＳアクセスである
ことを各々示す。
御情報の内容を示す。アクセス制御情報は４バイトの長
さを持ち、バイト０のビット０〜６がストア／フェッチ
の区別等を示すリクエストコード５０，ビット７がＥＳ
アクセスを示すＥＳビット５１である。ＥＳビット５１
が１の時はＥＳアクセス、０の時はＭＳアクセスである
ことを各々示す。
【００１７】図１の転送制御部２８はアクセス制御情報
の内容に応じてＥＳ１またはＭＳ４に対してリクエスト
を出す。
の内容に応じてＥＳ１またはＭＳ４に対してリクエスト
を出す。
【００１８】図３，図４は転送制御部２８によりシステ
ムバス１００上に出されるリクエストとそれに対する応
答の形式を示している。システムバス１００は４バイト
幅である。図３（ａ）はフェッチリクエストを示してい
る。最初のサイクル４０でアクセス制御情報を送り、そ
れに続く２サイクル４１でアドレスを送る。これに対し
てＣＨＰ８からのアドバンスは（ｂ）に示す通り、最初
のサイクル４０にアクセス制御情報があり、それに続く
８サイクル４２で３２バイトのデータを送ってくる。
ムバス１００上に出されるリクエストとそれに対する応
答の形式を示している。システムバス１００は４バイト
幅である。図３（ａ）はフェッチリクエストを示してい
る。最初のサイクル４０でアクセス制御情報を送り、そ
れに続く２サイクル４１でアドレスを送る。これに対し
てＣＨＰ８からのアドバンスは（ｂ）に示す通り、最初
のサイクル４０にアクセス制御情報があり、それに続く
８サイクル４２で３２バイトのデータを送ってくる。
【００１９】図４（ａ）はストアリクエストを示してお
り、最初のサイクル４０でアクセス制御情報を送り、そ
れに続く２サイクル４３でアドレスを、更にその後の８
サイクル４４でストアデータを送る。これに対して同図
（ｂ）で示すようにアクセス制御情報のみからなるアド
バンスが返ってくる。
り、最初のサイクル４０でアクセス制御情報を送り、そ
れに続く２サイクル４３でアドレスを、更にその後の８
サイクル４４でストアデータを送る。これに対して同図
（ｂ）で示すようにアクセス制御情報のみからなるアド
バンスが返ってくる。
【００２０】図３，図４に示すアクセス制御情報やアド
レスは図１の転送制御部２８から線１１０を通じて、ま
た、データはデータバッファ３２から送出されるが、そ
の切り替えはセレクタ３４により行われる。
レスは図１の転送制御部２８から線１１０を通じて、ま
た、データはデータバッファ３２から送出されるが、そ
の切り替えはセレクタ３４により行われる。
【００２１】再び図１に戻り、図３，図４に示したリク
エストを受け付けるＩＣＵでの動作を説明する。ＣＨＰ
８は、システムバス１００上のリクエストをそのままIC
U2内のアクセス先判定回路３５に転送する。アクセス先
判定回路３５は、リクエストのアクセス制御情報内のＥ
ＳビットによりＥＳアクセスかＭＳアクセスかを判定
し、結果によりＥＳアクセス回路３６かＭＳアクセス回
路３７のどちらかを起動する。ＥＳアクセス回路３６は
線１１３によりＥＳ制御装置２２にアクセスしてデータ
のリード／ライトを行う。結果は線１１２によりＣＨＰ
８に送られ、アドバンスとしてシステムバス１００を経
由して転送制御部２８，データバッファ３２に送られ
る。ＭＳアクセス回路３７は線１１４によりＳＣ３にア
クセスし、ＭＳデータのリード／ライトを行う。結果は
線１１１によりＣＨＰ８へ送られ、アドバンスとしてシ
ステムバス１００を経由して転送制御部２８，データバ
ッファ３２へ送られる。
エストを受け付けるＩＣＵでの動作を説明する。ＣＨＰ
８は、システムバス１００上のリクエストをそのままIC
U2内のアクセス先判定回路３５に転送する。アクセス先
判定回路３５は、リクエストのアクセス制御情報内のＥ
ＳビットによりＥＳアクセスかＭＳアクセスかを判定
し、結果によりＥＳアクセス回路３６かＭＳアクセス回
路３７のどちらかを起動する。ＥＳアクセス回路３６は
線１１３によりＥＳ制御装置２２にアクセスしてデータ
のリード／ライトを行う。結果は線１１２によりＣＨＰ
８に送られ、アドバンスとしてシステムバス１００を経
由して転送制御部２８，データバッファ３２に送られ
る。ＭＳアクセス回路３７は線１１４によりＳＣ３にア
クセスし、ＭＳデータのリード／ライトを行う。結果は
線１１１によりＣＨＰ８へ送られ、アドバンスとしてシ
ステムバス１００を経由して転送制御部２８，データバ
ッファ３２へ送られる。
【００２２】以上でＥＳ１とＬＡＮアダプタ２４とのデ
ータ転送の説明を終わる。次に、図６を用いてキャッシ
ュ管理情報１９について説明する。
ータ転送の説明を終わる。次に、図６を用いてキャッシ
ュ管理情報１９について説明する。
【００２３】図６はキャッシュ管理実現方法の１例にお
けるキャッシュ管理情報である。キャッシュ管理情報１
９はファイル／ブロックＩＤから得られるハッシュ値５
２をキーとして複数ローから構成される。図６ではロー
０５６からローｎ５７まである。各エントリは、当該エ
ントリの内容が有効であるか否かを示すバリッドビット
５３，ファイル／ブロックＩＤ５４，当該ブロックが格
納されているＥＳキャッシュ領域内のオフセット値５
５、からなる。プロセッサ１０は、クライアント１７よ
りのアクセス要求で指定されたファイル／ブロックＩＤ
よりハッシュ値を計算し、この値によりキャッシュ管理
情報１９内のエントリを参照し、有効なエントリのう
ち、ファイル／ブロックＩＤが要求されたものと一致す
るものを検索する。
けるキャッシュ管理情報である。キャッシュ管理情報１
９はファイル／ブロックＩＤから得られるハッシュ値５
２をキーとして複数ローから構成される。図６ではロー
０５６からローｎ５７まである。各エントリは、当該エ
ントリの内容が有効であるか否かを示すバリッドビット
５３，ファイル／ブロックＩＤ５４，当該ブロックが格
納されているＥＳキャッシュ領域内のオフセット値５
５、からなる。プロセッサ１０は、クライアント１７よ
りのアクセス要求で指定されたファイル／ブロックＩＤ
よりハッシュ値を計算し、この値によりキャッシュ管理
情報１９内のエントリを参照し、有効なエントリのう
ち、ファイル／ブロックＩＤが要求されたものと一致す
るものを検索する。
【００２４】最後に、図７〜図８を用いて、ＩＰ５上で
動作するオペレーティングシステムからＬＡＮアダプタ
２４内のプロセッサ１０への、ＥＳキャッシュ領域２３
のアドレス情報、及び、キャッシュミスヒット時に磁気
ディスク１５よりファイル１８内の所要ブロックを入出
力バッファ領域２１に読み込んだ時の結果を各々通知す
るための手順を説明する。
動作するオペレーティングシステムからＬＡＮアダプタ
２４内のプロセッサ１０への、ＥＳキャッシュ領域２３
のアドレス情報、及び、キャッシュミスヒット時に磁気
ディスク１５よりファイル１８内の所要ブロックを入出
力バッファ領域２１に読み込んだ時の結果を各々通知す
るための手順を説明する。
【００２５】本実施例においては、ＬＡＮアダプタはホ
ストのオペレーティングシステムからは一種の入出力機
器と位置付けられ、従って、サブチャネル番号が割り当
てられており、スタート サブチャネル（START SUBCHA
NNEL：ＳＳＣＨ)命令により通信することができる。Ｓ
ＳＣＨ 命令、及び後で説明するチャネルコマンド語
(ＣＣＷ)については、ＩＢＭ社発行の「エンタプライズ
システムズ アーキテクチャ／３９０ プリンシプル
ズ オブ オペレーション（Enterprise SystemsArchit
ecture／３９０ Principles of Operation)，(SA22−7
201−00)」１４−１３〜１４−１４，１５−２４〜１５
−２６に各々説明されている。
ストのオペレーティングシステムからは一種の入出力機
器と位置付けられ、従って、サブチャネル番号が割り当
てられており、スタート サブチャネル（START SUBCHA
NNEL：ＳＳＣＨ)命令により通信することができる。Ｓ
ＳＣＨ 命令、及び後で説明するチャネルコマンド語
(ＣＣＷ)については、ＩＢＭ社発行の「エンタプライズ
システムズ アーキテクチャ／３９０ プリンシプル
ズ オブ オペレーション（Enterprise SystemsArchit
ecture／３９０ Principles of Operation)，(SA22−7
201−00)」１４−１３〜１４−１４，１５−２４〜１５
−２６に各々説明されている。
【００２６】図７は、ＥＳキャッシュ領域２３の先頭ア
ドレス及び容量をプロセッサ１０に通知するためのＣＣ
Ｗ６９とそのＣＣＷ６９で使用するパラメータ７０であ
る。ＣＣＷ６９，パラメータ７０ともＭＳ４上にある。
ＣＣＷ６９は、ＷＲＩＴＥコマンド６１，パラメータ長
６２，パラメータアドレス６３よりなる。パラメータ長
６２の値はこの場合は１６バイトである。パラメータ７
０はキャッシュ領域２３の先頭アドレス６４とキャッシ
ュ領域の容量６５からなる。プロセッサ１０は、図１の
ホストアクセス回路２７によりＣＣＷ６９と、そこに書
かれたパラメータアドレス６３よりパラメータ７０をフ
ェッチし、キャッシュ領域２３に関する位置情報を知
り、これをローカルメモリ１１上に格納する（２５，２
６）。
ドレス及び容量をプロセッサ１０に通知するためのＣＣ
Ｗ６９とそのＣＣＷ６９で使用するパラメータ７０であ
る。ＣＣＷ６９，パラメータ７０ともＭＳ４上にある。
ＣＣＷ６９は、ＷＲＩＴＥコマンド６１，パラメータ長
６２，パラメータアドレス６３よりなる。パラメータ長
６２の値はこの場合は１６バイトである。パラメータ７
０はキャッシュ領域２３の先頭アドレス６４とキャッシ
ュ領域の容量６５からなる。プロセッサ１０は、図１の
ホストアクセス回路２７によりＣＣＷ６９と、そこに書
かれたパラメータアドレス６３よりパラメータ７０をフ
ェッチし、キャッシュ領域２３に関する位置情報を知
り、これをローカルメモリ１１上に格納する（２５，２
６）。
【００２７】一方、図８はキャッシュミスヒット時のデ
ィスク入出力処理の結果を通知するＣＣＷ７１とそのパ
ラメータ７２を示している。ＣＣＷ７１の形式は図７と
同じであり、ＷＲＩＴＥめ、キャッシュを大容量化する
ことが可能になり、従って、分散ファイル要求に対する
平均的な応答時間が改善される。
ィスク入出力処理の結果を通知するＣＣＷ７１とそのパ
ラメータ７２を示している。ＣＣＷ７１の形式は図７と
同じであり、ＷＲＩＴＥめ、キャッシュを大容量化する
ことが可能になり、従って、分散ファイル要求に対する
平均的な応答時間が改善される。
【００２８】
【発明の効果】以上、本発明によれば、ホストの管理す
る拡張記憶上にキャッシュ領域を設け、それを内蔵され
た分散ファイル処理を実行するオフロードプロセッサが
直接参照することができるため、キャッシュを大容量化
することが可能になり、従って、分散ファイル要求に対
する平均的な応答時間が改善される。
る拡張記憶上にキャッシュ領域を設け、それを内蔵され
た分散ファイル処理を実行するオフロードプロセッサが
直接参照することができるため、キャッシュを大容量化
することが可能になり、従って、分散ファイル要求に対
する平均的な応答時間が改善される。
【図１】本発明の一実施例の基本構成図。
【図２】従来技術の説明図。
【図３】ＬＡＮアダプタから拡張記憶へのフェッチリク
エスト及びアドバンスの説明図。
エスト及びアドバンスの説明図。
【図４】ＬＡＮアダプタから拡張記憶へのストアリクエ
スト及びアドバンスの説明図。
スト及びアドバンスの説明図。
【図５】ＬＡＮアダプタから拡張記憶へのリクエスト主
を示すＣ部の内容の説明図。
を示すＣ部の内容の説明図。
【図６】キャッシュ管理情報の説明図。
【図７】ホストのオペレーティングシステムからＬＡＮ
アダプタへ拡張記憶上のキャッシュ領域のアドレスと容
量を通知するためのチャネルコマンド語とパラメータを
示す図。
アダプタへ拡張記憶上のキャッシュ領域のアドレスと容
量を通知するためのチャネルコマンド語とパラメータを
示す図。
【図８】ホストのオペレーティングシステムからＬＡＮ
アダプタへ磁気ディスクから読み込んだブロックの主記
憶上のアドレスを通知するためのチャネルコマンド語と
パラメータを示す図。
アダプタへ磁気ディスクから読み込んだブロックの主記
憶上のアドレスを通知するためのチャネルコマンド語と
パラメータを示す図。
１…拡張記憶、４…主記憶、１０…プロセッサ、１１…
ローカルメモリ、１５…磁気ディスク、１９…キャッシ
ュ管理情報、２３…キャッシュ領域、２４…ＬＡＮアダ
プタ、２５…キャッシュ領域先頭アドレス、２６…キャ
ッシュ領域の容量、２７…ホストアクセス回路、３５…
アクセス先判定回路、５１…拡張記憶アクセスビット。
ローカルメモリ、１５…磁気ディスク、１９…キャッシ
ュ管理情報、２３…キャッシュ領域、２４…ＬＡＮアダ
プタ、２５…キャッシュ領域先頭アドレス、２６…キャ
ッシュ領域の容量、２７…ホストアクセス回路、３５…
アクセス先判定回路、５１…拡張記憶アクセスビット。
Claims (2)
- 【請求項１】プログラムを処理する命令プロセッサと、
主記憶装置と、ネットワークに接続する通信装置と、命
令プロセッサ上で動作するオペレーティングシステムが
管理する主記憶とは異なる半導体記憶装置とを備え、 通信装置は、オペレーティングシステムによって指定さ
れた半導体記憶装置の領域を用いて、ネットワークに接
続された他計算機からの読みだし要求に応じて磁気ディ
スクから読みだしたファイルの全体または一部を該領域
にキャッシングし、別のファイルの読みだし要求に対し
て、要求されたファイルの全体または一部が該領域に存
在すればそれを転送し、存在しなければ磁気ディスクか
ら読みだして転送することを特徴とするファイルサー
バ。 - 【請求項２】請求項１の通信装置は、前記半導体記憶装
置をアドレッシングするための手段を有し、通信装置内
のプロセッサの指示により通信装置内のメモリと半導体
記憶装置との間でデータを転送することを特徴とするフ
ァイルサーバ。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6003396A JPH07210433A (ja) | 1994-01-18 | 1994-01-18 | ファイルサーバ |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6003396A JPH07210433A (ja) | 1994-01-18 | 1994-01-18 | ファイルサーバ |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07210433A true JPH07210433A (ja) | 1995-08-11 |
Family
ID=11556207
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6003396A Pending JPH07210433A (ja) | 1994-01-18 | 1994-01-18 | ファイルサーバ |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07210433A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8725879B2 (en) | 2009-02-06 | 2014-05-13 | Fujitsu Limited | Network interface device |
-
1994
- 1994-01-18 JP JP6003396A patent/JPH07210433A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8725879B2 (en) | 2009-02-06 | 2014-05-13 | Fujitsu Limited | Network interface device |
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