JPH1115720A - 高速ファイル入出力制御方法 - Google Patents
高速ファイル入出力制御方法Info
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- JPH1115720A JPH1115720A JP9169935A JP16993597A JPH1115720A JP H1115720 A JPH1115720 A JP H1115720A JP 9169935 A JP9169935 A JP 9169935A JP 16993597 A JP16993597 A JP 16993597A JP H1115720 A JPH1115720 A JP H1115720A
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- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Multi Processors (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 ユーザの所望するファイルのアクセスパター
ンに合うようなファイル構造の設定をファイルごとに可
能とし、ファイルを並列にアクセスする効果を発揮させ
る。 【解決手段】 アプリケーションプログラム（ＡＰ）１
７は、ファイルを複数の領域Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄに分割し、
複数のディスク装置２０〜２４に分散して割り付けるよ
う要求するファイル構造定義をファイルサーバ（ＦＳ）
１８に指定する。ＦＳ１８はこの指示に従い、ファイル
構造記録テーブル６０を作成してファイル内領域を指定
されたディスク装置に割り付ける。ＡＰ１７からのファ
イルを並列にアクセスするための入出力要求に応答し
て、ＦＳ１８はテーブル６０を参照して入出力要求を各
ディスク装置ごとのアクセス要求に展開し、計算機１又
は計算機１〜４で実行される複数のプロセスとディスク
装置との間で並列にデータ転送を行うよう制御する。
ンに合うようなファイル構造の設定をファイルごとに可
能とし、ファイルを並列にアクセスする効果を発揮させ
る。 【解決手段】 アプリケーションプログラム（ＡＰ）１
７は、ファイルを複数の領域Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄに分割し、
複数のディスク装置２０〜２４に分散して割り付けるよ
う要求するファイル構造定義をファイルサーバ（ＦＳ）
１８に指定する。ＦＳ１８はこの指示に従い、ファイル
構造記録テーブル６０を作成してファイル内領域を指定
されたディスク装置に割り付ける。ＡＰ１７からのファ
イルを並列にアクセスするための入出力要求に応答し
て、ＦＳ１８はテーブル６０を参照して入出力要求を各
ディスク装置ごとのアクセス要求に展開し、計算機１又
は計算機１〜４で実行される複数のプロセスとディスク
装置との間で並列にデータ転送を行うよう制御する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ファイル入出力制
御方法に係わり、特に１つのファイルを関連する複数の
プロセスによって並列にアクセスするよう制御する高速
ファイル入出力制御方法に関する。
御方法に係わり、特に１つのファイルを関連する複数の
プロセスによって並列にアクセスするよう制御する高速
ファイル入出力制御方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ファイルに何らかの属性を付加してファ
イルアクセスの高速化を図り、ファイル入出力のリアル
タイム性の保証を行うファイルシステムが知られてい
る。例えば特開平８−２９２９０５号公報は、ファイル
を複数の装置に分割して格納し、ファイルシステムが入
出力速度情報を保持し、ファイル入出力速度情報に従っ
て各装置に入出力するデータ量を決めるファイルシステ
ムを開示する。しかしこの技術は、ユーザがファイルの
構造を定義するものではなく、ファイルシステムが構造
を決定し、速度情報という属性を与えるものである。ま
た指定可能な属性は、ディスク装置の速度に限られてい
る。
イルアクセスの高速化を図り、ファイル入出力のリアル
タイム性の保証を行うファイルシステムが知られてい
る。例えば特開平８−２９２９０５号公報は、ファイル
を複数の装置に分割して格納し、ファイルシステムが入
出力速度情報を保持し、ファイル入出力速度情報に従っ
て各装置に入出力するデータ量を決めるファイルシステ
ムを開示する。しかしこの技術は、ユーザがファイルの
構造を定義するものではなく、ファイルシステムが構造
を決定し、速度情報という属性を与えるものである。ま
た指定可能な属性は、ディスク装置の速度に限られてい
る。
【０００３】ファイルの並列アクセスを目的とする他の
ファイルシステムとして、ＮｉｌｓＮｉｅｕｗｅｊａａ
ｒ，Ｄａｖｉｄ Ｋｏｔｚ著、「Ｇａｌｌｅｙ並列ファ
イルシステム」（ａｒｔｉｃｌｅ ｅｎｔｉｔｌｅｄ
”Ｔｈｅ ＧａｌｌｅｙＰａｒａｌｌｅｌ Ｆｉｌｅ
Ｓｙｓｔｅｍ”，ｉｎ ｔｈｅ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃ
ｅ Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ １９９６
Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ
ｏｎ Ｓｕｐｅｒｃｏｍｐｕｔｉｎｇ，ｐｐ．３７４
−３８１）がある。このファイルシステムによってファ
イルの構造を設定することができるが、ユーザの所望す
るファイルのアクセスパターンに従ってファイル構造や
属性を変更することができない。
ファイルシステムとして、ＮｉｌｓＮｉｅｕｗｅｊａａ
ｒ，Ｄａｖｉｄ Ｋｏｔｚ著、「Ｇａｌｌｅｙ並列ファ
イルシステム」（ａｒｔｉｃｌｅ ｅｎｔｉｔｌｅｄ
”Ｔｈｅ ＧａｌｌｅｙＰａｒａｌｌｅｌ Ｆｉｌｅ
Ｓｙｓｔｅｍ”，ｉｎ ｔｈｅ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃ
ｅ Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ １９９６
Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ
ｏｎ Ｓｕｐｅｒｃｏｍｐｕｔｉｎｇ，ｐｐ．３７４
−３８１）がある。このファイルシステムによってファ
イルの構造を設定することができるが、ユーザの所望す
るファイルのアクセスパターンに従ってファイル構造や
属性を変更することができない。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】複数のプロセスが協調
して計算を行うようなアプリケーションプログラムにお
いて、各プロセスは、高速化のためにしばしばファイル
の一部分を並列にアクセスする必要が生じる。この場
合、アプリケーションプログラムがファイルに対するア
クセスのパターンを決定するので、ファイルシステムが
勝手にファイルの分割を行い分割された領域をディスク
装置へ割り付けると、ユーザの所望するアクセスパター
ンと合わなくなりファイルを並列アクセスすることによ
る高性能を引き出すことができない。例えば図１８に示
すように、７００は並列動作する各アプリケーションプ
ログラムＰ１〜Ｐ４がアクセスする論理ファイル内の範
囲を示すアクセスパターンである。各プログラムは、そ
れぞれ論理ファイル上の位置とアクセスバイト数を指定
してファイルの一部領域をアクセスする。Ｐ１からＰ４
までの４つのアプリケーションプログラム又はプロセス
は、各々の領域について並列にファイルをアクセスす
る。従来のファイルシステムの構造定義機能は、７０１
に示すようにファイルを均等に分割し、それぞれの領域
に対してディスクＤ１〜Ｄ４を割り付ける。従ってプロ
グラムＰ１はディスクＤ１とＤ２をアクセスし、プログ
ラムＰ２はディスクＤ２とＤ３をアクセスする。他のプ
ログラムについても同様である。この場合、ディスクＤ
２はプログラムＰ１とＰ２の両方からアクセスされるの
で、並列動作するＰ１とＰ２はディスクＤ２についてど
ちらかの処理の完了を待たなくてはならず、並列アクセ
スによる効果を期待できない。ディスクＤ１の範囲をプ
ログラムＰ１の範囲に合わせたとしても各アプリケーシ
ョンプログラムのアクセス範囲が均等でないので、上記
問題が生じる。
して計算を行うようなアプリケーションプログラムにお
いて、各プロセスは、高速化のためにしばしばファイル
の一部分を並列にアクセスする必要が生じる。この場
合、アプリケーションプログラムがファイルに対するア
クセスのパターンを決定するので、ファイルシステムが
勝手にファイルの分割を行い分割された領域をディスク
装置へ割り付けると、ユーザの所望するアクセスパター
ンと合わなくなりファイルを並列アクセスすることによ
る高性能を引き出すことができない。例えば図１８に示
すように、７００は並列動作する各アプリケーションプ
ログラムＰ１〜Ｐ４がアクセスする論理ファイル内の範
囲を示すアクセスパターンである。各プログラムは、そ
れぞれ論理ファイル上の位置とアクセスバイト数を指定
してファイルの一部領域をアクセスする。Ｐ１からＰ４
までの４つのアプリケーションプログラム又はプロセス
は、各々の領域について並列にファイルをアクセスす
る。従来のファイルシステムの構造定義機能は、７０１
に示すようにファイルを均等に分割し、それぞれの領域
に対してディスクＤ１〜Ｄ４を割り付ける。従ってプロ
グラムＰ１はディスクＤ１とＤ２をアクセスし、プログ
ラムＰ２はディスクＤ２とＤ３をアクセスする。他のプ
ログラムについても同様である。この場合、ディスクＤ
２はプログラムＰ１とＰ２の両方からアクセスされるの
で、並列動作するＰ１とＰ２はディスクＤ２についてど
ちらかの処理の完了を待たなくてはならず、並列アクセ
スによる効果を期待できない。ディスクＤ１の範囲をプ
ログラムＰ１の範囲に合わせたとしても各アプリケーシ
ョンプログラムのアクセス範囲が均等でないので、上記
問題が生じる。
【０００５】また従来のファイルシステムにおいては、
ユーザはファイル入出力の性能を決定する属性（ファイ
ルの論理構造と物理装置との対応、データの転送経路、
ストライピングなど）をファイルシステム単位に指定す
るか、又はシステム起動時にしか指定できず、ファイル
単位にこの属性を変えたい場合やパラメータを動的に変
えたい場合は問題である。例えば図１８に示す７０２の
ような均一でない割り当て指定が可能であったとして
も、ファイルごとにその指定ができなければ意味がな
い。何故ならば、複数のファイルの集まりであるファイ
ルシステムに対して特定のアプリケーションのアクセス
パターンを指定することになるからである。また従来の
ファイルシステムは、ファイルの並列アクセスをする複
数のプロセスからのアクセス要求をまとめて発行する機
能をもっていないので、各プロセスが各々独立にアクセ
ス要求を発行する必要があり、性能上の問題が生じる。
ユーザはファイル入出力の性能を決定する属性（ファイ
ルの論理構造と物理装置との対応、データの転送経路、
ストライピングなど）をファイルシステム単位に指定す
るか、又はシステム起動時にしか指定できず、ファイル
単位にこの属性を変えたい場合やパラメータを動的に変
えたい場合は問題である。例えば図１８に示す７０２の
ような均一でない割り当て指定が可能であったとして
も、ファイルごとにその指定ができなければ意味がな
い。何故ならば、複数のファイルの集まりであるファイ
ルシステムに対して特定のアプリケーションのアクセス
パターンを指定することになるからである。また従来の
ファイルシステムは、ファイルの並列アクセスをする複
数のプロセスからのアクセス要求をまとめて発行する機
能をもっていないので、各プロセスが各々独立にアクセ
ス要求を発行する必要があり、性能上の問題が生じる。
【０００６】さらにファイルデータの転送に際して、従
来のファイルシステムは、ネットワークを経由するデー
タ転送の場合、ディスク装置とネットワーク間のデータ
転送にファイル管理プログラムが介入するので、転送性
能上問題である。ディスク装置とネットワークを直接連
結するようなデータ転送方式が望まれる。
来のファイルシステムは、ネットワークを経由するデー
タ転送の場合、ディスク装置とネットワーク間のデータ
転送にファイル管理プログラムが介入するので、転送性
能上問題である。ディスク装置とネットワークを直接連
結するようなデータ転送方式が望まれる。
【０００７】本発明の目的は、ユーザの所望するアクセ
スパターンに合うようなファイル構造の設定をファイル
ごとに可能とし、ファイルの並列アクセス効果を発揮す
るようなファイル入出力制御方法を提供することにあ
る。
スパターンに合うようなファイル構造の設定をファイル
ごとに可能とし、ファイルの並列アクセス効果を発揮す
るようなファイル入出力制御方法を提供することにあ
る。
【０００８】本発明の他の目的は、ファイル内の各領域
に対応して種々の属性を設定可能とすることにある。
に対応して種々の属性を設定可能とすることにある。
【０００９】本発明の他の目的は、複数のプロセスから
のアクセス要求をまとめて発行し、ファイルの並列アク
セスを総合的にスケジューリングするファイル入出力制
御方法を提供することにある。
のアクセス要求をまとめて発行し、ファイルの並列アク
セスを総合的にスケジューリングするファイル入出力制
御方法を提供することにある。
【００１０】本発明のさらに他の目的は、ディスク装置
とネットワーク間のデータ転送の性能を向上させること
にある。
とネットワーク間のデータ転送の性能を向上させること
にある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明は、ファイルを複
数の領域に分割し、複数の領域を複数の物理装置に分散
して割り付けるように要求するアプリケーションプログ
ラムによるファイル構造設定要求に応答して指定された
ファイル構造を設定するテーブルを作成して、ファイル
内領域を指定された物理装置に割り付け、ファイル内の
複数の領域を並列にアクセスするように要求する入出力
要求に応答して設定されたファイル構造テーブルを参照
して入出力要求を各物理装置ごとのアクセス要求に展開
し、アプリケーションプログラムを実行する複数のプロ
セスと物理装置との間で並列にデータ転送を行うよう制
御する高速ファイル入出力制御方法を特徴とする。なお
ファイル内の各領域に対応してデータの転送経路、デー
タのストライピング、データのキャッシングなど種々の
属性を設定可能とする。
数の領域に分割し、複数の領域を複数の物理装置に分散
して割り付けるように要求するアプリケーションプログ
ラムによるファイル構造設定要求に応答して指定された
ファイル構造を設定するテーブルを作成して、ファイル
内領域を指定された物理装置に割り付け、ファイル内の
複数の領域を並列にアクセスするように要求する入出力
要求に応答して設定されたファイル構造テーブルを参照
して入出力要求を各物理装置ごとのアクセス要求に展開
し、アプリケーションプログラムを実行する複数のプロ
セスと物理装置との間で並列にデータ転送を行うよう制
御する高速ファイル入出力制御方法を特徴とする。なお
ファイル内の各領域に対応してデータの転送経路、デー
タのストライピング、データのキャッシングなど種々の
属性を設定可能とする。
【００１２】また本発明は、アプリケーションプログラ
ムを実行する複数のプロセスのうちの１つのプロセスが
ファイル内の複数の領域を並列にアクセスするように要
求する入出力要求の全体をまとめて発行する高速ファイ
ル入出力制御方法を特徴とする。
ムを実行する複数のプロセスのうちの１つのプロセスが
ファイル内の複数の領域を並列にアクセスするように要
求する入出力要求の全体をまとめて発行する高速ファイ
ル入出力制御方法を特徴とする。
【００１３】さらに本発明は、ネットワークを介してア
プリケーションプログラムを実行するプロセスと物理装
置との間のデータ転送を行う場合に、該ファイル管理プ
ログラムによって物理装置のディバイスドライバが起動
された後、物理装置のディバイスドライバとネットワー
クのディバイスドライバを介してデータを直接ネットワ
ークと物理装置との間に転送する高速ファイル入出力制
御方法を特徴とする。
プリケーションプログラムを実行するプロセスと物理装
置との間のデータ転送を行う場合に、該ファイル管理プ
ログラムによって物理装置のディバイスドライバが起動
された後、物理装置のディバイスドライバとネットワー
クのディバイスドライバを介してデータを直接ネットワ
ークと物理装置との間に転送する高速ファイル入出力制
御方法を特徴とする。
【００１４】
【発明の実施の形態】以下に本発明の一実施形態につい
て図面を用いて詳細に説明する。
て図面を用いて詳細に説明する。
【００１５】図１は、実施形態の高速ファイルシステム
の構成を示す図である。ネットワーク９を介して計算機
１〜６、８が接続され、各計算機上にはファイルサーバ
（ＦＳ）１１〜１３、１５、１６、１８及び１９が搭載
され動作する。計算機１〜４及び８は、入出力装置とし
てネットワーク９又は２５のみを接続する。計算機１及
び５は、ネットワーク９以外にネットワーク１０を接続
する。計算機５及び６は、入出力装置としてネットワー
ク９，１０以外にディスク装置２０〜２３を接続する。
ディスク装置２０〜２３は、各々装置番号によって参照
され、その装置番号はそれぞれ１、３、２、４である。
計算機８は、別のネットワーク２５へのゲートウェイと
して機能する。ネットワーク２５の他方には計算機７が
接続されており、計算機７はディスク装置２４を接続す
る。計算機１に搭載されるユーザのアプリケーションプ
ログラム（ＡＰ）１７は、ディスク装置２０〜２４上の
ファイルにアクセスするために、同計算機上のファイル
サーバ１８にファイル構造の定義を指示し、ファイル入
出力要求を発行する。アプリケーションプログラムが計
算機１以外の計算機２〜４上で並列動作する場合、各計
算機２〜４上のファイルサーバ１１〜１３も計算機１の
ファイルサーバ１８と同様の動作を行う。またディスク
装置２０〜２３を接続する計算機５，６や外部のネット
ワーク２５を接続する計算機８上のファイルサーバ１
５，１６，１９は、他の計算機１〜４上のファイルサー
バからの要求を受け取って実際のディスク入出力処理を
行い、結果を要求元の計算機１〜４へ送信する。以下の
説明では、特に計算機１上のＡＰ１７について詳細に説
明するが、他の計算機２〜４上で並列動作するアプリケ
ーションプログラムも各計算機２〜４上で同様に動作す
る。次にファイル入出力処理の手順について述べる。
の構成を示す図である。ネットワーク９を介して計算機
１〜６、８が接続され、各計算機上にはファイルサーバ
（ＦＳ）１１〜１３、１５、１６、１８及び１９が搭載
され動作する。計算機１〜４及び８は、入出力装置とし
てネットワーク９又は２５のみを接続する。計算機１及
び５は、ネットワーク９以外にネットワーク１０を接続
する。計算機５及び６は、入出力装置としてネットワー
ク９，１０以外にディスク装置２０〜２３を接続する。
ディスク装置２０〜２３は、各々装置番号によって参照
され、その装置番号はそれぞれ１、３、２、４である。
計算機８は、別のネットワーク２５へのゲートウェイと
して機能する。ネットワーク２５の他方には計算機７が
接続されており、計算機７はディスク装置２４を接続す
る。計算機１に搭載されるユーザのアプリケーションプ
ログラム（ＡＰ）１７は、ディスク装置２０〜２４上の
ファイルにアクセスするために、同計算機上のファイル
サーバ１８にファイル構造の定義を指示し、ファイル入
出力要求を発行する。アプリケーションプログラムが計
算機１以外の計算機２〜４上で並列動作する場合、各計
算機２〜４上のファイルサーバ１１〜１３も計算機１の
ファイルサーバ１８と同様の動作を行う。またディスク
装置２０〜２３を接続する計算機５，６や外部のネット
ワーク２５を接続する計算機８上のファイルサーバ１
５，１６，１９は、他の計算機１〜４上のファイルサー
バからの要求を受け取って実際のディスク入出力処理を
行い、結果を要求元の計算機１〜４へ送信する。以下の
説明では、特に計算機１上のＡＰ１７について詳細に説
明するが、他の計算機２〜４上で並列動作するアプリケ
ーションプログラムも各計算機２〜４上で同様に動作す
る。次にファイル入出力処理の手順について述べる。
【００１６】ユーザから見たファイル入出力処理は、図
２に示す様に、一般にファイルの作成、ファイル構造の
定義、ファイル入出力システムコールの発行及びファイ
ル入出力処理の終了の各ステップからなる。各ステップ
に対応するファイルサーバの処理の概略を以下に述べ
る。ファイルの作成に関しては、要求のあったファイル
に関する情報の管理領域の割り付け、ファイルディスク
リプタの割り付けなどを行う。ファイルディスクリプタ
は、ファイル名に対応する内部的なファイルＩＤであ
る。ファイル構造の定義では、ユーザから渡されたファ
イル構造定義用のスクリプトを解釈し、その結果を記憶
装置に格納する。ファイル入出力システムコールが発行
された場合は、ファイル構造定義に基づいてファイル入
出力を行う。ファイル入出力終了処理のステップでは、
キャッシュデータのディスク上への書き込み、主記憶上
の不要な管理データの解放などを行う。本実施形態のフ
ァイルサーバは、上記の処理を行うファイル管理プログ
ラムである。
２に示す様に、一般にファイルの作成、ファイル構造の
定義、ファイル入出力システムコールの発行及びファイ
ル入出力処理の終了の各ステップからなる。各ステップ
に対応するファイルサーバの処理の概略を以下に述べ
る。ファイルの作成に関しては、要求のあったファイル
に関する情報の管理領域の割り付け、ファイルディスク
リプタの割り付けなどを行う。ファイルディスクリプタ
は、ファイル名に対応する内部的なファイルＩＤであ
る。ファイル構造の定義では、ユーザから渡されたファ
イル構造定義用のスクリプトを解釈し、その結果を記憶
装置に格納する。ファイル入出力システムコールが発行
された場合は、ファイル構造定義に基づいてファイル入
出力を行う。ファイル入出力終了処理のステップでは、
キャッシュデータのディスク上への書き込み、主記憶上
の不要な管理データの解放などを行う。本実施形態のフ
ァイルサーバは、上記の処理を行うファイル管理プログ
ラムである。
【００１７】次に上記ステップ中のファイル構造定義
（１００）について詳しく述べる。ファイル構造定義で
は、ユーザはファイル構造を定義し、定義したファイル
構造中の各領域に関して、属性（ファイル領域を割り付
けるディスク装置、使用するアクセス経路、ストライピ
ング、アクセス時に使用するプロトコルなど）を与える
ことにより、ファイルサーバに対して性能と信頼性を向
上するようなファイルアクセスを指示することができ
る。アプリケーションプログラムが複数のプロセスによ
って動作する場合には、そのアプリケーションプログラ
ムに対して１つの構造定義を設定する。図３にファイル
構造定義スクリプトの例を示す。斜体の単語がキーワー
ドであり、文の区切りはセミコロンである。最初の文
は、ファイルの論理構造を定義しており、定義するファ
イルがＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄの４つの領域から構成されている
ことを示している。ｔｙｐｅ＿Ａなどは、データの型と
領域の大きさを示す型指定子であり、その内容は図示し
ない文によって定義される。例えば固定長のバイトの配
列、固定長の文字列などである。ｓｔｒｕｃｔ文は、フ
ァイルがＡ〜Ｄまでの４つの領域から成ることを示す。
ｓｔｒｕｃｔ文の下は、上記の各領域に対して属性を指
定している部分である。ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文は、属
性として物理的な装置を指定する。図３では、領域Ａ，
Ｂ，Ｃについて各々複数の入出力装置が設定されている
ことを示す。例えば最初のｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文で
は、領域Ａはディスク装置２０、２２（図１参照、ファ
イル構造記録テーブル上のディスク装置番号はそれぞれ
１と２である）に均等に分配されることを意味する。ｓ
ｅｔ ｐａｔｈ文は、属性として該当領域へアクセスす
るための経路を指定する。この例では領域Ｃが存在する
ディスク装置２０、２１は計算機５に接続されており、
アプリケーションプログラムが動作する計算機１とこの
計算機の間には、図１に示すようにネットワーク９を用
いる経路Ｐ１と、ネットワーク１０を用いる経路Ｐ２の
２つが存在する。最初のｓｅｔ ｐａｔｈ文は、領域Ｃ
に対するアクセスに上記の経路Ｐ１とＰ２を使用するこ
とを意味する。これによりこれら２経路を使用した大き
な通信バンド幅のデータ転送が可能となり、領域Ｃへの
高性能アクセスが達成できる。ただしこれは計算機１上
のアプリケーションプログラムに対してのみ適用する。
最後のｓｅｔ ｐａｔｈ文は、領域Ｄへのアクセス経路
を指定すると同時に、アクセス手段がＮＦＳプロトコル
であることを示している。従って領域Ｄへのアクセス
は、ゲートウェイ計算機８を介して行われる。ディスク
装置２４は、ＮＦＳ指定によって計算機１〜４上で動作
するアプリケーションプログラムからは、ゲートウェイ
計算機８に接続しているディスク装置のように見える。
（１００）について詳しく述べる。ファイル構造定義で
は、ユーザはファイル構造を定義し、定義したファイル
構造中の各領域に関して、属性（ファイル領域を割り付
けるディスク装置、使用するアクセス経路、ストライピ
ング、アクセス時に使用するプロトコルなど）を与える
ことにより、ファイルサーバに対して性能と信頼性を向
上するようなファイルアクセスを指示することができ
る。アプリケーションプログラムが複数のプロセスによ
って動作する場合には、そのアプリケーションプログラ
ムに対して１つの構造定義を設定する。図３にファイル
構造定義スクリプトの例を示す。斜体の単語がキーワー
ドであり、文の区切りはセミコロンである。最初の文
は、ファイルの論理構造を定義しており、定義するファ
イルがＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄの４つの領域から構成されている
ことを示している。ｔｙｐｅ＿Ａなどは、データの型と
領域の大きさを示す型指定子であり、その内容は図示し
ない文によって定義される。例えば固定長のバイトの配
列、固定長の文字列などである。ｓｔｒｕｃｔ文は、フ
ァイルがＡ〜Ｄまでの４つの領域から成ることを示す。
ｓｔｒｕｃｔ文の下は、上記の各領域に対して属性を指
定している部分である。ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文は、属
性として物理的な装置を指定する。図３では、領域Ａ，
Ｂ，Ｃについて各々複数の入出力装置が設定されている
ことを示す。例えば最初のｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文で
は、領域Ａはディスク装置２０、２２（図１参照、ファ
イル構造記録テーブル上のディスク装置番号はそれぞれ
１と２である）に均等に分配されることを意味する。ｓ
ｅｔ ｐａｔｈ文は、属性として該当領域へアクセスす
るための経路を指定する。この例では領域Ｃが存在する
ディスク装置２０、２１は計算機５に接続されており、
アプリケーションプログラムが動作する計算機１とこの
計算機の間には、図１に示すようにネットワーク９を用
いる経路Ｐ１と、ネットワーク１０を用いる経路Ｐ２の
２つが存在する。最初のｓｅｔ ｐａｔｈ文は、領域Ｃ
に対するアクセスに上記の経路Ｐ１とＰ２を使用するこ
とを意味する。これによりこれら２経路を使用した大き
な通信バンド幅のデータ転送が可能となり、領域Ｃへの
高性能アクセスが達成できる。ただしこれは計算機１上
のアプリケーションプログラムに対してのみ適用する。
最後のｓｅｔ ｐａｔｈ文は、領域Ｄへのアクセス経路
を指定すると同時に、アクセス手段がＮＦＳプロトコル
であることを示している。従って領域Ｄへのアクセス
は、ゲートウェイ計算機８を介して行われる。ディスク
装置２４は、ＮＦＳ指定によって計算機１〜４上で動作
するアプリケーションプログラムからは、ゲートウェイ
計算機８に接続しているディスク装置のように見える。
【００１８】このファイル構造定義スクリプトを受け取
ったファイルサーバは、これを解釈し、ファイル構造記
録テーブル６０を作成する。図４に上記ステップで定義
されたファイル構造を示す。上段（６００）はスクリプ
トで定義した領域の名前を示す。下段（６０１）は、各
領域がどの装置上に分散されているかを示す。ファイル
サーバは、各領域の物理装置への割り当てを決定する。
例えば領域Ａについては、領域Ａの前半分がディスク装
置２０に、後半分がディスク装置２２に割り付けられ
る。従って領域Ａの前半分へのアクセスは全てディスク
装置２０へのアクセスとなる。図５にファイル構造記録
テーブル６０のデータ構成を示す。このテーブルは、始
めの列から順番に領域の名前、領域の各分割部分の開始
オフセット６１、分割部分の長さ（バイト数）６２、割
り付けられるディスク装置の番号６３及びその他の属性
６４から構成される。開始オフセット６１は、当該ファ
イルの先頭を０とする相対バイトアドレス（ＲＢＡ）に
よって表現される。領域Ａについては、ディスク装置２
０と２２に分散して格納されるという指定になってい
る。しかし分散する量は明記されていないので、ファイ
ルサーバは領域Ａを等分して格納することにする。これ
により領域Ａの２つの部分のファイル全体に対するオフ
セットと長さが決まる。領域Ａについてはファイルの先
頭から長さＬ１バイト分のデータがディスク装置２０
に、ＯＦＴ１（＝Ｌ１）から長さＬ２バイト分のデータ
がディスク装置２２に格納される。領域Ｃに関しては、
アクセスする経路としてＰ１、Ｐ２が指定されているの
で、その他の属性の欄にアクセス経路が記録される。ま
た領域Ｄに関しては、別なネットワークＮ１を介してＮ
ＦＳプロトコルでアクセスするので、その他の属性の欄
にはプロトコルが記録される。ファイルサーバ１８は、
ファイル構造定義ステップの最後で作成したファイル構
造記録テーブル６０の情報をディスク装置２０，２１な
どいずれかのディスク装置に格納する。
ったファイルサーバは、これを解釈し、ファイル構造記
録テーブル６０を作成する。図４に上記ステップで定義
されたファイル構造を示す。上段（６００）はスクリプ
トで定義した領域の名前を示す。下段（６０１）は、各
領域がどの装置上に分散されているかを示す。ファイル
サーバは、各領域の物理装置への割り当てを決定する。
例えば領域Ａについては、領域Ａの前半分がディスク装
置２０に、後半分がディスク装置２２に割り付けられ
る。従って領域Ａの前半分へのアクセスは全てディスク
装置２０へのアクセスとなる。図５にファイル構造記録
テーブル６０のデータ構成を示す。このテーブルは、始
めの列から順番に領域の名前、領域の各分割部分の開始
オフセット６１、分割部分の長さ（バイト数）６２、割
り付けられるディスク装置の番号６３及びその他の属性
６４から構成される。開始オフセット６１は、当該ファ
イルの先頭を０とする相対バイトアドレス（ＲＢＡ）に
よって表現される。領域Ａについては、ディスク装置２
０と２２に分散して格納されるという指定になってい
る。しかし分散する量は明記されていないので、ファイ
ルサーバは領域Ａを等分して格納することにする。これ
により領域Ａの２つの部分のファイル全体に対するオフ
セットと長さが決まる。領域Ａについてはファイルの先
頭から長さＬ１バイト分のデータがディスク装置２０
に、ＯＦＴ１（＝Ｌ１）から長さＬ２バイト分のデータ
がディスク装置２２に格納される。領域Ｃに関しては、
アクセスする経路としてＰ１、Ｐ２が指定されているの
で、その他の属性の欄にアクセス経路が記録される。ま
た領域Ｄに関しては、別なネットワークＮ１を介してＮ
ＦＳプロトコルでアクセスするので、その他の属性の欄
にはプロトコルが記録される。ファイルサーバ１８は、
ファイル構造定義ステップの最後で作成したファイル構
造記録テーブル６０の情報をディスク装置２０，２１な
どいずれかのディスク装置に格納する。
【００１９】本発明のファイル構造定義機能によれば、
ユーザは並列効果を発揮するような最適のアクセスパタ
ーンを想定し、そのアクセスパターンに合うようにファ
イル構造を設定できる。例えば図１８に示す７００のよ
うなＡＰのアクセスパターンに対して７０２のようにフ
ァイル構造を定義すれば、各ＡＰは完全に独立してディ
スク装置Ｄ１〜Ｄ４にアクセスすることができ、ファイ
ルの並列アクセスによる並列効果を得ることができる。
ユーザは並列効果を発揮するような最適のアクセスパタ
ーンを想定し、そのアクセスパターンに合うようにファ
イル構造を設定できる。例えば図１８に示す７００のよ
うなＡＰのアクセスパターンに対して７０２のようにフ
ァイル構造を定義すれば、各ＡＰは完全に独立してディ
スク装置Ｄ１〜Ｄ４にアクセスすることができ、ファイ
ルの並列アクセスによる並列効果を得ることができる。
【００２０】次にこの例における実際の入出力動作の詳
細を説明する。ファイル入出力処理は、図１に示すとお
り、検索ステップ２００、スケジュールステップ３０
０、入出力実行ステップ４００及びフィルタステップ５
００から成る。ＡＰ１７は、ファイル中の図４に示す部
分６０２、６０３、６０４にアクセスするものとする。
部分６０２は領域Ａのみのアクセス領域であり、範囲は
オフセットｏ１からｏ２である。部分６０３は領域Ｂと
Ｃにまたがったアクセス領域であり、６０４は領域Ｄの
みのアクセス領域である。ＡＰがアクセス要求を発行す
るとき、図６に示すようなアクセス要求のリストをファ
イルサーバ１８に渡す。要求リストの各要素６２０、６
２１、６２２は、それぞれ部分６０２、６０３、６０４
へのアクセス要求に対応する。各要素にはアクセスする
領域のオフセット、長さ、アクセスするＡＰプロセスの
プロセスＩＤ、データを受け渡しするバッファ領域及び
アクセスの種類を格納する。この例ではアクセスする３
つの領域は、各領域にアクセスするプロセスによって並
行してアクセスされることを示している。要素６２０で
は、オフセットｏ１から長さｌ１バイト分のデータをバ
ッファｂ１へ読み込む要求を示す。ＡＰ１７とファイル
サーバ１８の間には、このような要求のリストを渡すこ
とによって複数のアクセス要求を一度に発行できるアプ
リケーションプログラム・インタフェース（ＡＰＩ）が
用意されている。
細を説明する。ファイル入出力処理は、図１に示すとお
り、検索ステップ２００、スケジュールステップ３０
０、入出力実行ステップ４００及びフィルタステップ５
００から成る。ＡＰ１７は、ファイル中の図４に示す部
分６０２、６０３、６０４にアクセスするものとする。
部分６０２は領域Ａのみのアクセス領域であり、範囲は
オフセットｏ１からｏ２である。部分６０３は領域Ｂと
Ｃにまたがったアクセス領域であり、６０４は領域Ｄの
みのアクセス領域である。ＡＰがアクセス要求を発行す
るとき、図６に示すようなアクセス要求のリストをファ
イルサーバ１８に渡す。要求リストの各要素６２０、６
２１、６２２は、それぞれ部分６０２、６０３、６０４
へのアクセス要求に対応する。各要素にはアクセスする
領域のオフセット、長さ、アクセスするＡＰプロセスの
プロセスＩＤ、データを受け渡しするバッファ領域及び
アクセスの種類を格納する。この例ではアクセスする３
つの領域は、各領域にアクセスするプロセスによって並
行してアクセスされることを示している。要素６２０で
は、オフセットｏ１から長さｌ１バイト分のデータをバ
ッファｂ１へ読み込む要求を示す。ＡＰ１７とファイル
サーバ１８の間には、このような要求のリストを渡すこ
とによって複数のアクセス要求を一度に発行できるアプ
リケーションプログラム・インタフェース（ＡＰＩ）が
用意されている。
【００２１】図７に示すようにＡＰ１７が入出力要求を
発行すると、ファイルサーバ１８はその要求を受け取
り、処理は検索ステップ（図７の２００）に入る。検索
ステップ２００では、要求リストの各要素のオフセット
と長さを取得し、ファイル構造記録テーブル６０を検索
して、要求がどの領域に対応するかを特定する。これが
領域の特定（２０１）である。部分６０２への要求に対
しては、テーブル６０（図５）を検索して、要求の開始
オフセットｏ１が０からｐ２（＝０＋Ｌ１＋Ｌ２）の間
にあることを確認し、要求の終了オフセットｏ２（＝ｏ
１＋ｌ１）が０からｐ２にあることを確認することによ
り、部分６０２への要求が領域Ａに対してのみの要求で
あることを特定する（図８参照）。部分６０３への要求
の場合は、オフセットｏ３がｐ２とｐ４の間にあること
を確認し、要求の最後のｏ４（＝ｏ３＋ｌ２）がｐ４と
ｐ６の間にあることを確認することにより、この要求が
２つの領域ＢとＣに対する要求であることを特定する。
このような２つ以上の領域に対する要求の場合は、要求
を部分６０６と６０７の様に、領域毎に分割する。部分
６０４への要求は、部分６０２への要求と同様に、領域
Ｄに対してのみの要求であることを特定する。
発行すると、ファイルサーバ１８はその要求を受け取
り、処理は検索ステップ（図７の２００）に入る。検索
ステップ２００では、要求リストの各要素のオフセット
と長さを取得し、ファイル構造記録テーブル６０を検索
して、要求がどの領域に対応するかを特定する。これが
領域の特定（２０１）である。部分６０２への要求に対
しては、テーブル６０（図５）を検索して、要求の開始
オフセットｏ１が０からｐ２（＝０＋Ｌ１＋Ｌ２）の間
にあることを確認し、要求の終了オフセットｏ２（＝ｏ
１＋ｌ１）が０からｐ２にあることを確認することによ
り、部分６０２への要求が領域Ａに対してのみの要求で
あることを特定する（図８参照）。部分６０３への要求
の場合は、オフセットｏ３がｐ２とｐ４の間にあること
を確認し、要求の最後のｏ４（＝ｏ３＋ｌ２）がｐ４と
ｐ６の間にあることを確認することにより、この要求が
２つの領域ＢとＣに対する要求であることを特定する。
このような２つ以上の領域に対する要求の場合は、要求
を部分６０６と６０７の様に、領域毎に分割する。部分
６０４への要求は、部分６０２への要求と同様に、領域
Ｄに対してのみの要求であることを特定する。
【００２２】次に領域中の部分の特定処理２０２を行
う。これはここまでのステップで各領域対応となった要
求を更にディスク装置ごとの要求へと分割する（図８参
照）。部分６０２への要求については、ファイル構造記
録テーブル６０（図５）と要求範囲を比べて要求がディ
スク装置２０と２２に渡っていることを認識し、部分６
０２への要求をディスク装置ごとの要求として、ディス
ク装置２０への要求６０８とディスク装置２２への要求
６０９に分割する。要求６０６の場合は、ディスク装置
２３のみを対象とするアクセス要求なので、このステッ
プではそのままである。要求６０７に関しては、ファイ
ル構造記録テーブル６０を調べて要求がディスク装置２
０と２１に渡っていることを認識し、要求をディスク装
置２０への要求６１１とディスク装置２１への要求６１
２に分割する。要求６０４に関しては、要求先の物理装
置は要求範囲に亘って同じなのでこのステップではその
ままである。
う。これはここまでのステップで各領域対応となった要
求を更にディスク装置ごとの要求へと分割する（図８参
照）。部分６０２への要求については、ファイル構造記
録テーブル６０（図５）と要求範囲を比べて要求がディ
スク装置２０と２２に渡っていることを認識し、部分６
０２への要求をディスク装置ごとの要求として、ディス
ク装置２０への要求６０８とディスク装置２２への要求
６０９に分割する。要求６０６の場合は、ディスク装置
２３のみを対象とするアクセス要求なので、このステッ
プではそのままである。要求６０７に関しては、ファイ
ル構造記録テーブル６０を調べて要求がディスク装置２
０と２１に渡っていることを認識し、要求をディスク装
置２０への要求６１１とディスク装置２１への要求６１
２に分割する。要求６０４に関しては、要求先の物理装
置は要求範囲に亘って同じなのでこのステップではその
ままである。
【００２３】次にファイルサーバ１８は、スケジュール
ステップ３００を実行する。図９にスケジュールステッ
プを示す。スケジュールステップは、ファイル入出力要
求を発行したＡＰ１７が存在する計算機１上のファイル
サーバ（１８）上で動作する部分と、検索ステップによ
つてディスク装置ごとに分割されたアクセス要求に対応
する計算機上のファイルサーバ上で動作する部分とに分
かれる。前者のファイルサーバをローカルファイルサー
バ、後者のファイルサーバをリモートファイルサーバと
呼ぶ。スケジュールステップは、検索ステップで分割さ
れた要求６０８、６０９、６０６、６１１、６１２及び
６０４を受け取る。まずステップ３０１で、受け取った
要求を要求先となるファイルサーバごとに集める。ファ
イルサーバ１５が動作する計算機５には、ディスク装置
２０、２１が接続されているので、ディスク装置２０、
２１に対する要求６０８、６１１、６１２を集める。フ
ァイルサーバ１６が動作する計算機６に対しては、ディ
スク装置２２、２３が接続されているので、ディスク装
置２２、２３に対する要求６０９、６０６を集める。要
求６０４に関しては、ゲートウェイを介して別のネット
ワークへアクセスする必要があるので、ゲートウェイ８
上のファイルサーバ１９に対する要求とする。次にステ
ップ３０２で要求先の各ファイルサーバ（リモートファ
イルサーバ）に対して、集めた要求を同時に発行する。
要求はファイル名、ディスク装置番号、アクセス種別、
アクセス領域の先頭と最終オフセツト、アクセス経路が
２つ以上ある場合の各ネットワーク識別子を含む。以降
のステップは、各リモートファイルサーバ上で実行され
る。ただし領域Ｄに対する要求は、以下に説明するリモ
ートファイルサーバとは若干異なった方法で処理され
る。
ステップ３００を実行する。図９にスケジュールステッ
プを示す。スケジュールステップは、ファイル入出力要
求を発行したＡＰ１７が存在する計算機１上のファイル
サーバ（１８）上で動作する部分と、検索ステップによ
つてディスク装置ごとに分割されたアクセス要求に対応
する計算機上のファイルサーバ上で動作する部分とに分
かれる。前者のファイルサーバをローカルファイルサー
バ、後者のファイルサーバをリモートファイルサーバと
呼ぶ。スケジュールステップは、検索ステップで分割さ
れた要求６０８、６０９、６０６、６１１、６１２及び
６０４を受け取る。まずステップ３０１で、受け取った
要求を要求先となるファイルサーバごとに集める。ファ
イルサーバ１５が動作する計算機５には、ディスク装置
２０、２１が接続されているので、ディスク装置２０、
２１に対する要求６０８、６１１、６１２を集める。フ
ァイルサーバ１６が動作する計算機６に対しては、ディ
スク装置２２、２３が接続されているので、ディスク装
置２２、２３に対する要求６０９、６０６を集める。要
求６０４に関しては、ゲートウェイを介して別のネット
ワークへアクセスする必要があるので、ゲートウェイ８
上のファイルサーバ１９に対する要求とする。次にステ
ップ３０２で要求先の各ファイルサーバ（リモートファ
イルサーバ）に対して、集めた要求を同時に発行する。
要求はファイル名、ディスク装置番号、アクセス種別、
アクセス領域の先頭と最終オフセツト、アクセス経路が
２つ以上ある場合の各ネットワーク識別子を含む。以降
のステップは、各リモートファイルサーバ上で実行され
る。ただし領域Ｄに対する要求は、以下に説明するリモ
ートファイルサーバとは若干異なった方法で処理され
る。
【００２４】リモートファイルサーバは、ステップ３０
３で受け取った要求をステップ３０４で、ディスク装置
ごとのグループに分割してから、論理ブロック番号の順
に並べ換える。論理ブロック番号は、ファイルの先頭の
論理ブロック番号を０とする相対ブロック番号であり、
上記のオフセツトから変換される。物理ブロック番号
は、ＣＣＨＨＲのようにディスク装置の物理アドレスで
あり、論理ブロック番号から変換される。論理ブロック
の長さは物理ブロックの長さに等しく、論理ブロック番
号の順序は、物理ブロック番号の順序に一致する。ファ
イルサーバ１５は、ディスク装置２０に対する要求６０
８、６１１のグループと、ディスク装置２１に対する要
求６１２のグループとに分割する。ファイルサーバ１６
は、ディスク装置２２に対する要求６０９のグループ
と、ディスク装置２３に対する要求６０６のグループと
に分割する。ファイルサーバはディバイスドライバへデ
ィスクの論理ブロック番号によってアクセス要求を発行
する。ファイルサーバは、ディバイスドライバへ要求を
出す前に要求されたデータの論理ブロックをその番号に
よって整列する。ディスクのフォーマットを作成すると
きに論理ブロック番号によるファイルの順アクセスによ
ってヘッドの移動が一方向にだけ発生するように論理ブ
ロックに対応する物理ブロックを初期化する。すなわち
論理ブロック番号の列をＬＢ（１）、ＬＢ（２）・・・
ＬＢ（Ｎ）とし、ＬＢ（１）≦ＬＢ（２）≦・・・≦Ｌ
Ｂ（Ｎ）であるとき、論理ブロック番号順にディスクを
アクセスするときのヘッドのシーク方向が一方向のみと
なるように論理ブロックを物理ブロックに対応させる。
これにより、論理ブロック番号順のアクセスは、一定方
向のヘッドのシークしか引き起こさないようになり、ヘ
ッドシークによる性能低下を防ぐことができる。
３で受け取った要求をステップ３０４で、ディスク装置
ごとのグループに分割してから、論理ブロック番号の順
に並べ換える。論理ブロック番号は、ファイルの先頭の
論理ブロック番号を０とする相対ブロック番号であり、
上記のオフセツトから変換される。物理ブロック番号
は、ＣＣＨＨＲのようにディスク装置の物理アドレスで
あり、論理ブロック番号から変換される。論理ブロック
の長さは物理ブロックの長さに等しく、論理ブロック番
号の順序は、物理ブロック番号の順序に一致する。ファ
イルサーバ１５は、ディスク装置２０に対する要求６０
８、６１１のグループと、ディスク装置２１に対する要
求６１２のグループとに分割する。ファイルサーバ１６
は、ディスク装置２２に対する要求６０９のグループ
と、ディスク装置２３に対する要求６０６のグループと
に分割する。ファイルサーバはディバイスドライバへデ
ィスクの論理ブロック番号によってアクセス要求を発行
する。ファイルサーバは、ディバイスドライバへ要求を
出す前に要求されたデータの論理ブロックをその番号に
よって整列する。ディスクのフォーマットを作成すると
きに論理ブロック番号によるファイルの順アクセスによ
ってヘッドの移動が一方向にだけ発生するように論理ブ
ロックに対応する物理ブロックを初期化する。すなわち
論理ブロック番号の列をＬＢ（１）、ＬＢ（２）・・・
ＬＢ（Ｎ）とし、ＬＢ（１）≦ＬＢ（２）≦・・・≦Ｌ
Ｂ（Ｎ）であるとき、論理ブロック番号順にディスクを
アクセスするときのヘッドのシーク方向が一方向のみと
なるように論理ブロックを物理ブロックに対応させる。
これにより、論理ブロック番号順のアクセスは、一定方
向のヘッドのシークしか引き起こさないようになり、ヘ
ッドシークによる性能低下を防ぐことができる。
【００２５】ステップ３０５ではフィルタリングを行う
かどうかの判断を行う。フィルタリングするかどうか
は、要求されたファイル上の領域に不要な部分（穴）が
含まれているかどうかによる。穴が含まれていない場合
はフィルタリングを行わない。元々の部分６０２、６０
３はともに連続領域のアクセス要求であるので穴が含ま
れず、従ってフィルタリングする必要がないと判断す
る。フィルタリングする例については後述する。
かどうかの判断を行う。フィルタリングするかどうか
は、要求されたファイル上の領域に不要な部分（穴）が
含まれているかどうかによる。穴が含まれていない場合
はフィルタリングを行わない。元々の部分６０２、６０
３はともに連続領域のアクセス要求であるので穴が含ま
れず、従ってフィルタリングする必要がないと判断す
る。フィルタリングする例については後述する。
【００２６】領域Ｄ上の部分６０４に関しては、図９の
下段のボックスに示されるように、ステップ３０６で要
求を受け取ったファイルサーバ１９は、アクセスがＮＦ
Ｓプロトコルを介したディスク装置２４へのアクセスで
あるので、アクセス手段であるＮＦＳプロトコル実行プ
ログラムにアクセスを依頼する（ステップ３０７）。次
に処理は入出力実行ステップに入る。
下段のボックスに示されるように、ステップ３０６で要
求を受け取ったファイルサーバ１９は、アクセスがＮＦ
Ｓプロトコルを介したディスク装置２４へのアクセスで
あるので、アクセス手段であるＮＦＳプロトコル実行プ
ログラムにアクセスを依頼する（ステップ３０７）。次
に処理は入出力実行ステップに入る。
【００２７】図１０は、計算機５のファイルサーバ１５
が行う読み取り処理動作を示す図である。ファイルサー
バ１５は、ディスクのディバイスドライバを起動して、
論理ブロック番号順に整列したアクセス要求７０をディ
スクディバイスドライバへ渡す。ディスクディバイスド
ライバは空きバッファ７２を管理しており、要求された
ディスクブロックのデータをディスク装置２０から空き
バッファに読み込む。ディスクディバイスドライバとネ
ットワークディバイスドライバは結合されており、バッ
ファに読み込まれたデータはファイルサーバに返らず
に、そのまま制御情報とともにネットワークディバイス
ドライバに渡される。ディスクディバイスドライバから
ネットワークディバイスドライバへのデータの転送はデ
ィスクのブロック単位に行われる。この転送動作はパイ
プライン方式によって並列に行われる。この方式によつ
て従来のようにディスクディバイスドライバからファイ
ルサーバに一旦制御が戻る方式に比べてオーバヘッドを
削減でき、高性能のデータ転送が可能である。制御情報
には読み取りデータを要求したファイルサーバの識別子
とそのアドレスが記録されている。ネットワークドライ
バは、制御情報を参照して読み取りデータをファイルサ
ーバごとのキュー７１に登録する。本事例によれば要求
元が１つの場合を扱っているので、計算機１用のサーバ
に関するキューに登録する。要求元が複数の場合は、そ
れぞれ対応する計算機用のサーバに対するキューに登録
する。ネットワークディバイスドライバとディスクディ
バイスドライバには共通の制御情報格納エリア７３があ
り、ディスクディバイスドライバは、データ読み取り要
求を発行するたびに予想割り込み完了時刻をエリア７３
に書き込む。ネットワークディスクドライバは、実際に
ネットワークディバイスを起動するときに、エリア７３
の予想割り込み完了時刻を参照し、ネットワーク処理の
割り込みがディスクの割り込みと重ならないようなタイ
ミングでネットワーク９，１０を介して要求元のファイ
ルサーバへ向けてデータ転送する。ディスクの予想割り
込み完了時刻の元であるディスクデータ転送終了割り込
みは、１要求分のディスクデータ転送の終端で発生す
る。またネットワークによる割り込みは、転送する１パ
ケツト又は複数パケツトの終端で発生する。
が行う読み取り処理動作を示す図である。ファイルサー
バ１５は、ディスクのディバイスドライバを起動して、
論理ブロック番号順に整列したアクセス要求７０をディ
スクディバイスドライバへ渡す。ディスクディバイスド
ライバは空きバッファ７２を管理しており、要求された
ディスクブロックのデータをディスク装置２０から空き
バッファに読み込む。ディスクディバイスドライバとネ
ットワークディバイスドライバは結合されており、バッ
ファに読み込まれたデータはファイルサーバに返らず
に、そのまま制御情報とともにネットワークディバイス
ドライバに渡される。ディスクディバイスドライバから
ネットワークディバイスドライバへのデータの転送はデ
ィスクのブロック単位に行われる。この転送動作はパイ
プライン方式によって並列に行われる。この方式によつ
て従来のようにディスクディバイスドライバからファイ
ルサーバに一旦制御が戻る方式に比べてオーバヘッドを
削減でき、高性能のデータ転送が可能である。制御情報
には読み取りデータを要求したファイルサーバの識別子
とそのアドレスが記録されている。ネットワークドライ
バは、制御情報を参照して読み取りデータをファイルサ
ーバごとのキュー７１に登録する。本事例によれば要求
元が１つの場合を扱っているので、計算機１用のサーバ
に関するキューに登録する。要求元が複数の場合は、そ
れぞれ対応する計算機用のサーバに対するキューに登録
する。ネットワークディバイスドライバとディスクディ
バイスドライバには共通の制御情報格納エリア７３があ
り、ディスクディバイスドライバは、データ読み取り要
求を発行するたびに予想割り込み完了時刻をエリア７３
に書き込む。ネットワークディスクドライバは、実際に
ネットワークディバイスを起動するときに、エリア７３
の予想割り込み完了時刻を参照し、ネットワーク処理の
割り込みがディスクの割り込みと重ならないようなタイ
ミングでネットワーク９，１０を介して要求元のファイ
ルサーバへ向けてデータ転送する。ディスクの予想割り
込み完了時刻の元であるディスクデータ転送終了割り込
みは、１要求分のディスクデータ転送の終端で発生す
る。またネットワークによる割り込みは、転送する１パ
ケツト又は複数パケツトの終端で発生する。
【００２８】計算機５には他にディスク装置２１も接続
されており、ディスク装置２１からのデータ読み取り要
求は、上記と同様の手段によってディスク装置２０から
のデータ読み取り要求と並列に実行される。さらに領域
Ｃへのアクセスに関してはアクセス経路が２つ指定され
ているので、ネットワークドライバはネットワーク９と
ネットワーク１０を経由するアクセス経路の両方を用い
て高速な転送を行う。なお部分６０２と部分６０３は同
一のディスク装置２０についてのアクセス要求を含む
が、ディスク装置２０をアクセスする要求６０８と要求
６１１はマージされて１つの要求となり、ディスク上で
は連続にアクセスされるため、並列効果を低下させるよ
うなディスク装置２０に対するアクセス競合は生じな
い。
されており、ディスク装置２１からのデータ読み取り要
求は、上記と同様の手段によってディスク装置２０から
のデータ読み取り要求と並列に実行される。さらに領域
Ｃへのアクセスに関してはアクセス経路が２つ指定され
ているので、ネットワークドライバはネットワーク９と
ネットワーク１０を経由するアクセス経路の両方を用い
て高速な転送を行う。なお部分６０２と部分６０３は同
一のディスク装置２０についてのアクセス要求を含む
が、ディスク装置２０をアクセスする要求６０８と要求
６１１はマージされて１つの要求となり、ディスク上で
は連続にアクセスされるため、並列効果を低下させるよ
うなディスク装置２０に対するアクセス競合は生じな
い。
【００２９】要求元であるファイルサーバ１８側の読み
取りデータの流れを図１１に示す。要求先の計算機で読
み取られ、計算機１に転送されたデータは、計算機１の
ネットワークハードウェア７５によつて受信される。ネ
ットワークハードウェア７５は、変換テーブル７６を参
照してアドレス変換を行う機構を有する。変換テーブル
７６は、仮想空間上のアドレスを示す仮想アドレスと実
記憶上のアドレスを示す物理アドレスとの変換対を格納
する。予めファイルサーバによって設定された変換テー
ブル７６を参照してネットワークハードウェアは、要求
したＡＰ１７の仮想空間上のバッファ領域に対応する主
記憶上の領域へ受信データをコピー無しに転送する。計
算機５から読み取ったデータは、ディスク装置２０と２
１に対する要求６０８、６１１、６１２に対応するバッ
ファ領域に格納される。
取りデータの流れを図１１に示す。要求先の計算機で読
み取られ、計算機１に転送されたデータは、計算機１の
ネットワークハードウェア７５によつて受信される。ネ
ットワークハードウェア７５は、変換テーブル７６を参
照してアドレス変換を行う機構を有する。変換テーブル
７６は、仮想空間上のアドレスを示す仮想アドレスと実
記憶上のアドレスを示す物理アドレスとの変換対を格納
する。予めファイルサーバによって設定された変換テー
ブル７６を参照してネットワークハードウェアは、要求
したＡＰ１７の仮想空間上のバッファ領域に対応する主
記憶上の領域へ受信データをコピー無しに転送する。計
算機５から読み取ったデータは、ディスク装置２０と２
１に対する要求６０８、６１１、６１２に対応するバッ
ファ領域に格納される。
【００３０】領域Ｄのデータは、ゲートウェイ８を介し
て他のネットワーク２５上の計算機７に接続されたディ
スク装置２４から計算機７のアクセス手段７８、ゲート
ウェイ８のアクセス手段７７を経て、ネットワーク９を
介し計算機１のファイルサーバ１８に転送される。領域
Ｄに関するアクセス手段としてＮＦＳがファイル構造定
義に指定されているので、ゲートウェイ８と計算機７と
の間のデータ転送は、ＮＦＳプロトコルによって処理さ
れる。ファイルサーバ１８の処理は、他の領域Ａ，Ｂ，
Ｃの場合と同じである。上記のリモートファイルサーバ
１５、１６及び１９の各読み取りステップは、それぞれ
並列に実行される。
て他のネットワーク２５上の計算機７に接続されたディ
スク装置２４から計算機７のアクセス手段７８、ゲート
ウェイ８のアクセス手段７７を経て、ネットワーク９を
介し計算機１のファイルサーバ１８に転送される。領域
Ｄに関するアクセス手段としてＮＦＳがファイル構造定
義に指定されているので、ゲートウェイ８と計算機７と
の間のデータ転送は、ＮＦＳプロトコルによって処理さ
れる。ファイルサーバ１８の処理は、他の領域Ａ，Ｂ，
Ｃの場合と同じである。上記のリモートファイルサーバ
１５、１６及び１９の各読み取りステップは、それぞれ
並列に実行される。
【００３１】次にデータ書き込みの場合について述べ
る。図１２は、書き込みのステップとデータの流れを示
す図である。ファイルサーバ１８は、ファイル名、ディ
スク装置番号、アクセス種別、アクセス領域の先頭と最
終オフセツトを含むデータ書き込み要求を例えばファイ
ルサーバ１５へ送信する。ファイルサーバ１５は、この
要求に応答しステップ４０１でバッファ領域を割り付け
る。一般に資源の制約があり全書き込みデータ分のバッ
ファを割り付けることは不可能なので、全データのうち
の一部分のデータを格納するバッファを割り付ける。次
にステップ４０２で書き込みデータ転送要求を書き込み
要求元計算機１上のファイルサーバ１８に送る。書き込
みデータ要求４１０は、ファイルサーバ１５上の転送先
アドレス、バッファ長及び転送速度から成る。転送速度
はパケットの実効転送速度である。ネットワークの伝送
速度と指定された転送速度からパケットの送出時間間隔
を計算できる。ファイルサーバ１５が指示する転送速度
は、書き込みデータ転送要求発行時のディスクの実効転
送速度にほぼ等しい。ファイルサーバ１８は書き込みデ
ータ要求を受信すると、ステップ４０３でこの要求に従
って書き込みデータを格納するバッファをネットワーク
ドライバに渡し、計算機５へ書き込みデータを転送す
る。ファイルサーバ１８は、書き込みデータ要求中のブ
ロックごとにネットワークディバイスドライバへデータ
転送要求を発行する。ネットワークディバイスドライバ
は、要求された書き込みデータをパケットとして転送す
る（ステップ４０４）。この書き込みデータは、ファイ
ルサーバ１５のバッファに直接転送される。ファイルサ
ーバ１５のネットワークドライバは、受け取った書き込
みデータをファイルサーバ１５を介さずに直接ディスク
ディバイスドライバに渡す（ステップ４０５）。ディス
クディバイスドライバは、受け取ったデータを順次ディ
スクに書き込む（ステップ４０６）。
る。図１２は、書き込みのステップとデータの流れを示
す図である。ファイルサーバ１８は、ファイル名、ディ
スク装置番号、アクセス種別、アクセス領域の先頭と最
終オフセツトを含むデータ書き込み要求を例えばファイ
ルサーバ１５へ送信する。ファイルサーバ１５は、この
要求に応答しステップ４０１でバッファ領域を割り付け
る。一般に資源の制約があり全書き込みデータ分のバッ
ファを割り付けることは不可能なので、全データのうち
の一部分のデータを格納するバッファを割り付ける。次
にステップ４０２で書き込みデータ転送要求を書き込み
要求元計算機１上のファイルサーバ１８に送る。書き込
みデータ要求４１０は、ファイルサーバ１５上の転送先
アドレス、バッファ長及び転送速度から成る。転送速度
はパケットの実効転送速度である。ネットワークの伝送
速度と指定された転送速度からパケットの送出時間間隔
を計算できる。ファイルサーバ１５が指示する転送速度
は、書き込みデータ転送要求発行時のディスクの実効転
送速度にほぼ等しい。ファイルサーバ１８は書き込みデ
ータ要求を受信すると、ステップ４０３でこの要求に従
って書き込みデータを格納するバッファをネットワーク
ドライバに渡し、計算機５へ書き込みデータを転送す
る。ファイルサーバ１８は、書き込みデータ要求中のブ
ロックごとにネットワークディバイスドライバへデータ
転送要求を発行する。ネットワークディバイスドライバ
は、要求された書き込みデータをパケットとして転送す
る（ステップ４０４）。この書き込みデータは、ファイ
ルサーバ１５のバッファに直接転送される。ファイルサ
ーバ１５のネットワークドライバは、受け取った書き込
みデータをファイルサーバ１５を介さずに直接ディスク
ディバイスドライバに渡す（ステップ４０５）。ディス
クディバイスドライバは、受け取ったデータを順次ディ
スクに書き込む（ステップ４０６）。
【００３２】上述したようにリモートファイルサーバ
は、一般に書き込みデータ全体を格納するような書き込
み用バッファを用意できないので、書き込みデータ要求
を必要回数発行する。ネットワークディバイスドライバ
は、ステップ４０４の書き込みデータを送信するとき、
各書き込みデータ要求ごとに指示される転送速度に従っ
てパケット送出の時間間隔を調節する。これによつてフ
ァイルサーバ１５側のバッファオーバーフローによるデ
ータ喪失を防ぐ。
は、一般に書き込みデータ全体を格納するような書き込
み用バッファを用意できないので、書き込みデータ要求
を必要回数発行する。ネットワークディバイスドライバ
は、ステップ４０４の書き込みデータを送信するとき、
各書き込みデータ要求ごとに指示される転送速度に従っ
てパケット送出の時間間隔を調節する。これによつてフ
ァイルサーバ１５側のバッファオーバーフローによるデ
ータ喪失を防ぐ。
【００３３】領域Ｄに書き込むデータは、ステップ４０
４でゲートウェイ８へ転送され、一旦ファイルサーバ１
９に渡される。ファイルサーバ１９は、指定されたアク
セス手段であるＮＦＳプロトコルを用いてデータが格納
されるべきディスク装置２４が接続されている計算機７
へデータを転送する。
４でゲートウェイ８へ転送され、一旦ファイルサーバ１
９に渡される。ファイルサーバ１９は、指定されたアク
セス手段であるＮＦＳプロトコルを用いてデータが格納
されるべきディスク装置２４が接続されている計算機７
へデータを転送する。
【００３４】上記の例ではデータのフィルタリングをし
ないので、フィルタステップ５００が実行されなかっ
た。以下にデータのストライピングを例にとってフィル
タステップについて説明する。図１３は、ストライピン
グ時のファイル構造定義スクリプト８４、ＡＰのデータ
参照方向に沿った論理的なデータの配置８０及びファイ
ル上のデータの配置８１を示す図である。データは１０
０×１００の要素から構成される２次元の配列である。
計算機１〜４上で動作するＡＰは、このデータ構造をも
つたファイルに並列にアクセスする。ファイル構造定義
スクリプト８４の始めのｓｔｒｕｃｔ文で、１００×１
００の要素から構成される配列を定義している。次のｄ
ｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文で配列の各行を４ブロックに分
け、４ブロックごとに４つのディスクのうちの各ディス
ク上にストライプのパターンを形成するように分散して
格納することを示している。ブロック長はｔｙｐｅ＿Ａ
のデータ２５個分とみなす。従って各行は４ブロックと
なる。８０はユーザから見た配列の分割状況を示してい
る。この分割は、ｒｏｗ−ｍａｊｏｒで（行の方向に）
配列を分割するようなデータの配置を仮定する。ファイ
ル上のデータの配置８１は、データが配列の始めの行か
ら行の順番に並んでいる。８２はファイル上のデータの
配置８１に対応する物理的なディスク上のデータの配置
を示している。最初の行Ａ［１，＊］については、全て
のブロックがディスク装置２０上に割り当てられている
ことを示す。ディスク装置２０には、Ａ［５，＊］、Ａ
［９，＊］なども割り当てられる。８３は対応する配列
の行を用いて計算を行う計算機の番号が示されている。
例えば行Ａ［１，＊］は計算機１上のＡＰ１７によって
参照される。この構成定義の場合、各計算機上のＡＰ
は、各々独立にディスク装置にアクセスする。ＡＰが配
列の行方向にアクセスする場合には、上記のような手順
によってファイルにアクセスを行い、フィルタリング動
作は発生しない。ただし全体のスケジュールを行うため
に、図１９のように要求の発行者を４つのプログラム
（またはプロセス）の中のどれか一つに決め（例えば、
計算機１上のＡＰ１７）、これが他のプログラム（プロ
セス）の要求もリストとして繋いでファイルサーバ１８
にアクセス要求を発行する。ファイルサーバ１８は、他
のプログラムの要求もリストとして繋いだ要求をまとめ
て受け付ける。計算機１上のＡＰ１７は、このようなＡ
ＰＩを用いて各計算機２〜４のＡＰの要求も一緒に発行
する。ファイルサーバ１８は、すべての要求に対して検
索ステップ２００、スケジュールステップ３００を、上
述した手順に従って行う。入出力実行ステップ４００で
は、要求発行元が指示するデータアクセスする計算機に
従って入出力動作を実行する。データ読み取りの場合に
は、計算機１ではなくデータを参照する計算機へ読み取
りデータを転送する。このようにファイルサーバに他の
ＡＰの要求も渡すことによって並列動作するＡＰ全体に
亘るグローバルなスケジューリングが可能となる。この
スケジューリング方式は、次に示す配列の列方向にアク
セスする例で効果を発揮する。
ないので、フィルタステップ５００が実行されなかっ
た。以下にデータのストライピングを例にとってフィル
タステップについて説明する。図１３は、ストライピン
グ時のファイル構造定義スクリプト８４、ＡＰのデータ
参照方向に沿った論理的なデータの配置８０及びファイ
ル上のデータの配置８１を示す図である。データは１０
０×１００の要素から構成される２次元の配列である。
計算機１〜４上で動作するＡＰは、このデータ構造をも
つたファイルに並列にアクセスする。ファイル構造定義
スクリプト８４の始めのｓｔｒｕｃｔ文で、１００×１
００の要素から構成される配列を定義している。次のｄ
ｉｓｔｒｉｂｕｔｅ文で配列の各行を４ブロックに分
け、４ブロックごとに４つのディスクのうちの各ディス
ク上にストライプのパターンを形成するように分散して
格納することを示している。ブロック長はｔｙｐｅ＿Ａ
のデータ２５個分とみなす。従って各行は４ブロックと
なる。８０はユーザから見た配列の分割状況を示してい
る。この分割は、ｒｏｗ−ｍａｊｏｒで（行の方向に）
配列を分割するようなデータの配置を仮定する。ファイ
ル上のデータの配置８１は、データが配列の始めの行か
ら行の順番に並んでいる。８２はファイル上のデータの
配置８１に対応する物理的なディスク上のデータの配置
を示している。最初の行Ａ［１，＊］については、全て
のブロックがディスク装置２０上に割り当てられている
ことを示す。ディスク装置２０には、Ａ［５，＊］、Ａ
［９，＊］なども割り当てられる。８３は対応する配列
の行を用いて計算を行う計算機の番号が示されている。
例えば行Ａ［１，＊］は計算機１上のＡＰ１７によって
参照される。この構成定義の場合、各計算機上のＡＰ
は、各々独立にディスク装置にアクセスする。ＡＰが配
列の行方向にアクセスする場合には、上記のような手順
によってファイルにアクセスを行い、フィルタリング動
作は発生しない。ただし全体のスケジュールを行うため
に、図１９のように要求の発行者を４つのプログラム
（またはプロセス）の中のどれか一つに決め（例えば、
計算機１上のＡＰ１７）、これが他のプログラム（プロ
セス）の要求もリストとして繋いでファイルサーバ１８
にアクセス要求を発行する。ファイルサーバ１８は、他
のプログラムの要求もリストとして繋いだ要求をまとめ
て受け付ける。計算機１上のＡＰ１７は、このようなＡ
ＰＩを用いて各計算機２〜４のＡＰの要求も一緒に発行
する。ファイルサーバ１８は、すべての要求に対して検
索ステップ２００、スケジュールステップ３００を、上
述した手順に従って行う。入出力実行ステップ４００で
は、要求発行元が指示するデータアクセスする計算機に
従って入出力動作を実行する。データ読み取りの場合に
は、計算機１ではなくデータを参照する計算機へ読み取
りデータを転送する。このようにファイルサーバに他の
ＡＰの要求も渡すことによって並列動作するＡＰ全体に
亘るグローバルなスケジューリングが可能となる。この
スケジューリング方式は、次に示す配列の列方向にアク
セスする例で効果を発揮する。
【００３５】次に上記のデータ構造をもつ行列に対して
各プログラムが列方向にアクセスする場合について説明
する。８５はこの場合のＡＰの参照方向に沿った論理的
なデータの配置を示す。Ａ［＊，１］は行列Ａの１列目
を表す。ファイルは行方向のアクセスに対して最適化さ
れているため、列方向のアクセスの場合には８３に示す
計算機のアクセスパターンの代わりに８４に示すように
各ＡＰは行列の各要素ごとに順にかつ交互にアクセスす
る。例えば計算機１上で動作するＡＰ１７は図の白抜き
の部分の要素をアクセスする。各計算機がこのようなア
クセスをそれぞれ独立して行うとすれば、入出力性能が
極端に低下する。このような場合、すなわちあるプログ
ラムからアクセスするデータが不要部分を含んでいる場
合は、フィルタステップ５００でデータのフィルタリン
グを行うように判断する。ＡＰ１７は他のプログラムの
要求もリストとして繋いでファイルサーバ１８にこのよ
うなアクセスパターンによるアクセス要求を発行する。
ファイルサーバは、フィルタステップ５００で転送され
るデータのフィルタリングを行う。フィルタリングは、
図１４に示すようにディスク装置の接続された計算機上
（フィルタ５１０）か、ファイルを要求したプログラム
が存在する計算機上（フィルタ５１１，５１２）で実行
される。図１４は、ディスク装置２０にあるデータを各
プログラムが読み込む場合のデータの流れを示す。ディ
スク装置２０から読み出されたデータ８４は、各プログ
ラムから見ると図１３に示すように不要部分のあるデー
タなので、スケジュールステップ３０５（図９）でフィ
ルタリングを行うと判断される。ネットワーク９を制御
する通信制御ハードウェアがスキャタ／ギャザの機能を
備えている場合は、フィルタ５１０がスキャタ／ギャザ
の準備をして該当する計算機上へ転送する。例えば計算
機１の必要とするデータとして８４の白抜きの部分のみ
が集められて計算機１へ転送される。この場合にはグロ
ーバルなスケジュール機能によって、計算機１が要求し
た領域（白抜きの領域）以外の領域も必要であると計算
機５のファイルサーバは判断するので、他の計算機２〜
４が必要とする部分を集めて各計算機へ転送する。ハー
ドウェアにスキャタ／ギャザの機能がない場合は、ディ
スク装置２０から取得されたデータ８４はアクセスする
計算機１〜４全てにブロードキャストで転送される。次
に各計算機はフィルタ５１１，５１２によるフィルタ処
理を行い、ＡＰには必要な部分のデータのみが渡され
る。例えば計算機１は、フィルタリング処理によって受
信したデータ８４から５１３の白抜きの部分のみを抜き
出し、計算機４は５１４の網が一番濃い部分のみを抜き
出す。このフィルタ処理によってディスクアクセスの単
位を大きくし、ディスクアクセスの回数を減らすことが
でき、性能を劣化させることなく上記のようなアクセス
パターンによるデータアクセスが可能となる。
各プログラムが列方向にアクセスする場合について説明
する。８５はこの場合のＡＰの参照方向に沿った論理的
なデータの配置を示す。Ａ［＊，１］は行列Ａの１列目
を表す。ファイルは行方向のアクセスに対して最適化さ
れているため、列方向のアクセスの場合には８３に示す
計算機のアクセスパターンの代わりに８４に示すように
各ＡＰは行列の各要素ごとに順にかつ交互にアクセスす
る。例えば計算機１上で動作するＡＰ１７は図の白抜き
の部分の要素をアクセスする。各計算機がこのようなア
クセスをそれぞれ独立して行うとすれば、入出力性能が
極端に低下する。このような場合、すなわちあるプログ
ラムからアクセスするデータが不要部分を含んでいる場
合は、フィルタステップ５００でデータのフィルタリン
グを行うように判断する。ＡＰ１７は他のプログラムの
要求もリストとして繋いでファイルサーバ１８にこのよ
うなアクセスパターンによるアクセス要求を発行する。
ファイルサーバは、フィルタステップ５００で転送され
るデータのフィルタリングを行う。フィルタリングは、
図１４に示すようにディスク装置の接続された計算機上
（フィルタ５１０）か、ファイルを要求したプログラム
が存在する計算機上（フィルタ５１１，５１２）で実行
される。図１４は、ディスク装置２０にあるデータを各
プログラムが読み込む場合のデータの流れを示す。ディ
スク装置２０から読み出されたデータ８４は、各プログ
ラムから見ると図１３に示すように不要部分のあるデー
タなので、スケジュールステップ３０５（図９）でフィ
ルタリングを行うと判断される。ネットワーク９を制御
する通信制御ハードウェアがスキャタ／ギャザの機能を
備えている場合は、フィルタ５１０がスキャタ／ギャザ
の準備をして該当する計算機上へ転送する。例えば計算
機１の必要とするデータとして８４の白抜きの部分のみ
が集められて計算機１へ転送される。この場合にはグロ
ーバルなスケジュール機能によって、計算機１が要求し
た領域（白抜きの領域）以外の領域も必要であると計算
機５のファイルサーバは判断するので、他の計算機２〜
４が必要とする部分を集めて各計算機へ転送する。ハー
ドウェアにスキャタ／ギャザの機能がない場合は、ディ
スク装置２０から取得されたデータ８４はアクセスする
計算機１〜４全てにブロードキャストで転送される。次
に各計算機はフィルタ５１１，５１２によるフィルタ処
理を行い、ＡＰには必要な部分のデータのみが渡され
る。例えば計算機１は、フィルタリング処理によって受
信したデータ８４から５１３の白抜きの部分のみを抜き
出し、計算機４は５１４の網が一番濃い部分のみを抜き
出す。このフィルタ処理によってディスクアクセスの単
位を大きくし、ディスクアクセスの回数を減らすことが
でき、性能を劣化させることなく上記のようなアクセス
パターンによるデータアクセスが可能となる。
【００３６】上述したように、ユーザは最適のアクセス
パターンを想定してファイル構造を設定するが、別のア
クセスパターンによってファイルをアクセスする場合に
はファイル構造を変更しなくとも別のアクセス要求リス
トを指定し、ファイルシステムによるフィルタリングと
グローバルなスケジュール機能によってファイルの並列
アクセスによる並列効果を得ることができる。
パターンを想定してファイル構造を設定するが、別のア
クセスパターンによってファイルをアクセスする場合に
はファイル構造を変更しなくとも別のアクセス要求リス
トを指定し、ファイルシステムによるフィルタリングと
グローバルなスケジュール機能によってファイルの並列
アクセスによる並列効果を得ることができる。
【００３７】なお図１に示すシステム構成は一例であ
り、種々の変形したシステムを構成し得る。本発明は、
計算機の台数、ネットワークの存在、ディスク装置を接
続する計算機、ＡＰを搭載する計算機、ファイルサーバ
を搭載する計算機などのハードウェア構成が限定される
ものではない。本発明の主旨とするところは、アプリケ
ーションプログラムを実行する複数のプロセスとファイ
ルの領域が割り付けられる物理装置との間で並列にデー
タ転送するような構成であり、この主旨に沿ったシステ
ム構成は本発明の範囲である。特に並列データ転送を効
果的に行うために、計算機の処理能力、ネットワークの
データ転送速度、ディスク装置−主記憶装置間のデータ
転送速度上のネックを解消しているシステム構成が望ま
しい。
り、種々の変形したシステムを構成し得る。本発明は、
計算機の台数、ネットワークの存在、ディスク装置を接
続する計算機、ＡＰを搭載する計算機、ファイルサーバ
を搭載する計算機などのハードウェア構成が限定される
ものではない。本発明の主旨とするところは、アプリケ
ーションプログラムを実行する複数のプロセスとファイ
ルの領域が割り付けられる物理装置との間で並列にデー
タ転送するような構成であり、この主旨に沿ったシステ
ム構成は本発明の範囲である。特に並列データ転送を効
果的に行うために、計算機の処理能力、ネットワークの
データ転送速度、ディスク装置−主記憶装置間のデータ
転送速度上のネックを解消しているシステム構成が望ま
しい。
【００３８】次にその他の属性６４の定義と動作につい
て説明する。図１５は、属性としてキャッシュの有無、
信頼性の指定、他のファイルとの関連を指定するときの
ファイル構造定義スクリプトである。ファイルのデータ
構造は、上記の例と同じであるので、最後の６つのｓｅ
ｔ文について説明する。最初のｓｅｔ文は、領域Ａへの
アクセスをキャッシュすることを意味する。次のｓｅｔ
文は、領域Ｂに対するアクセスが読み出し専用であるこ
とを示す。３行目のｓｅｔ文は、領域Ｂへのアクセスを
キャッシュすることを意味する。次の２つのｓｅｔ文
は、領域Ｃをファイル”Ｋ”と”Ｌ”に関連付けること
を意味する。最後のｓｅｔ文は、領域Ｄのデータをミラ
ーリングすることを意味する。
て説明する。図１５は、属性としてキャッシュの有無、
信頼性の指定、他のファイルとの関連を指定するときの
ファイル構造定義スクリプトである。ファイルのデータ
構造は、上記の例と同じであるので、最後の６つのｓｅ
ｔ文について説明する。最初のｓｅｔ文は、領域Ａへの
アクセスをキャッシュすることを意味する。次のｓｅｔ
文は、領域Ｂに対するアクセスが読み出し専用であるこ
とを示す。３行目のｓｅｔ文は、領域Ｂへのアクセスを
キャッシュすることを意味する。次の２つのｓｅｔ文
は、領域Ｃをファイル”Ｋ”と”Ｌ”に関連付けること
を意味する。最後のｓｅｔ文は、領域Ｄのデータをミラ
ーリングすることを意味する。
【００３９】この例では、領域の一部ではなく領域全部
に対してアクセスするものとする。ファイルサーバは、
全ファイルの一部分である領域についてファイル構造定
義時に指定した領域の名前を指定してオープンすること
を許すインタフェースを有する。以降は、この部分を通
常のファイルと同じプリミティブを用いてアクセスする
ことが可能となる。図１６は、領域Ｃに対してｏｐｅｎ
＿ｓｕｂというプリミティブで領域名”Ｃ”を指定して
オープンすることを示している。
に対してアクセスするものとする。ファイルサーバは、
全ファイルの一部分である領域についてファイル構造定
義時に指定した領域の名前を指定してオープンすること
を許すインタフェースを有する。以降は、この部分を通
常のファイルと同じプリミティブを用いてアクセスする
ことが可能となる。図１６は、領域Ｃに対してｏｐｅｎ
＿ｓｕｂというプリミティブで領域名”Ｃ”を指定して
オープンすることを示している。
【００４０】次に実際に各領域にアクセスする場合の動
作について述べる。領域Ａに関しては、属性としてキャ
ッシュ属性が指定されている。計算機上のキャッシュ制
御部は、データ読み取り要求を受けた時、計算機のキャ
ッシュ上にデータがある場合、ディスクアクセスを行わ
ずにキャッシュ上のデータを取り込む。書き込みの場合
は、書き込みデータをキャッシュ上に残しておき非同期
に書き込みを行う。複数のプログラムから領域Ａがアク
セスされる場合、図１７に示すキャッシュ制御部６５０
は、一貫性制御ステップ６５１によってキャッシュ間の
一貫性及びキャッシュとファイルデータとの一貫性を保
証する。図１７の場合は、領域Ａについての読み取りア
クセス要求と書き込みアクセス要求が同時に発生してい
るので、キャッシュ制御部６５０は、一貫性制御ステッ
プによって各操作の順番を決定し、キャッシュおよびフ
ァイルデータの一貫性を保つ。一方領域Ｂへのアクセス
もキャッシュ属性が指定されているが、同時にアクセス
パターンとして読み込み専用属性も指定されているの
で、キャッシュ制御部６５０は、一貫性制御ステップ６
５１を実行しない。このように属性によって本ファイル
システムは、キャッシュの制御処理を自動的に変える。
作について述べる。領域Ａに関しては、属性としてキャ
ッシュ属性が指定されている。計算機上のキャッシュ制
御部は、データ読み取り要求を受けた時、計算機のキャ
ッシュ上にデータがある場合、ディスクアクセスを行わ
ずにキャッシュ上のデータを取り込む。書き込みの場合
は、書き込みデータをキャッシュ上に残しておき非同期
に書き込みを行う。複数のプログラムから領域Ａがアク
セスされる場合、図１７に示すキャッシュ制御部６５０
は、一貫性制御ステップ６５１によってキャッシュ間の
一貫性及びキャッシュとファイルデータとの一貫性を保
証する。図１７の場合は、領域Ａについての読み取りア
クセス要求と書き込みアクセス要求が同時に発生してい
るので、キャッシュ制御部６５０は、一貫性制御ステッ
プによって各操作の順番を決定し、キャッシュおよびフ
ァイルデータの一貫性を保つ。一方領域Ｂへのアクセス
もキャッシュ属性が指定されているが、同時にアクセス
パターンとして読み込み専用属性も指定されているの
で、キャッシュ制御部６５０は、一貫性制御ステップ６
５１を実行しない。このように属性によって本ファイル
システムは、キャッシュの制御処理を自動的に変える。
【００４１】領域Ｃは、例えばハイパーテキストデータ
であるとする。このハイパーテキストは、リンク先とし
て、ファイル”Ｋ”と”Ｌ”を含んでいる。この場合、
ファイルＣの読み取り要求と同時に、ファイル”Ｋ”お
よび”Ｌ”へも読み取り要求を発行し、バッファに保存
する。これにより、後のファイル”Ｋ”や”Ｌ”へのア
クセスに対してキャッシュが効くので、高速にファイル
にアクセスできる。
であるとする。このハイパーテキストは、リンク先とし
て、ファイル”Ｋ”と”Ｌ”を含んでいる。この場合、
ファイルＣの読み取り要求と同時に、ファイル”Ｋ”お
よび”Ｌ”へも読み取り要求を発行し、バッファに保存
する。これにより、後のファイル”Ｋ”や”Ｌ”へのア
クセスに対してキャッシュが効くので、高速にファイル
にアクセスできる。
【００４２】領域Ｄはディスク装置２０と２２へのミラ
ーリングが指定されているので、この領域に対する書き
込み要求があった場合は、入出力実行ステップ４００
で、ディスク装置２０と２２が接続されている計算機５
と６へ書き込みデータを同時に転送し、各計算機は図１
２に示すように並列に書き込み動作を実行する。上記の
例では各計算機ごとに書き込みデータは異なっていた
が、ミラーリングの場合は計算機５と６に書き込むデー
タは同じである。領域Ｄへのアクセス時、ディスク装置
２０と２２のうちのどちらかの故障を検出したとき、フ
ァイルサーバは故障していない方のディスクを用いて入
出力動作を実行する。
ーリングが指定されているので、この領域に対する書き
込み要求があった場合は、入出力実行ステップ４００
で、ディスク装置２０と２２が接続されている計算機５
と６へ書き込みデータを同時に転送し、各計算機は図１
２に示すように並列に書き込み動作を実行する。上記の
例では各計算機ごとに書き込みデータは異なっていた
が、ミラーリングの場合は計算機５と６に書き込むデー
タは同じである。領域Ｄへのアクセス時、ディスク装置
２０と２２のうちのどちらかの故障を検出したとき、フ
ァイルサーバは故障していない方のディスクを用いて入
出力動作を実行する。
【００４３】
【発明の効果】本発明によれば、アプリケーションプロ
グラムがファイル構造とファイル内各領域に対応する属
性を指定することによって、ファイルアクセス時にユー
ザの所望するアクセスパターンに沿ったアクセスが可能
となり、ファイルの並列アクセス効果を発揮することが
できる。またファイルのアクセスパターンが変化したと
き、統合的なスケジューリング機構によりその状況での
最適なファイルアクセスを実現できる。また同一ファイ
ルをアクセスする複数のプロセスのアクセス要求をまと
めて発行できるため、ファイルの並列アクセスを統合的
にスケジューリングでき、効率的な入出力制御を行うこ
とができる。さらに物理装置のディバイスドライバとネ
ットワークディバイスドライバを介してデータを直接ネ
ットワークと物理装置との間に転送することができ、フ
ァイルサーバが介在することによるオーバヘッドを削減
することができる。また両ディバイスドライバ間で情報
を共有することにより、ディバイスドライバ間でパイプ
ライン的にデータを転送することができ、高速なファイ
ルデータの転送が実現できる。
グラムがファイル構造とファイル内各領域に対応する属
性を指定することによって、ファイルアクセス時にユー
ザの所望するアクセスパターンに沿ったアクセスが可能
となり、ファイルの並列アクセス効果を発揮することが
できる。またファイルのアクセスパターンが変化したと
き、統合的なスケジューリング機構によりその状況での
最適なファイルアクセスを実現できる。また同一ファイ
ルをアクセスする複数のプロセスのアクセス要求をまと
めて発行できるため、ファイルの並列アクセスを統合的
にスケジューリングでき、効率的な入出力制御を行うこ
とができる。さらに物理装置のディバイスドライバとネ
ットワークディバイスドライバを介してデータを直接ネ
ットワークと物理装置との間に転送することができ、フ
ァイルサーバが介在することによるオーバヘッドを削減
することができる。また両ディバイスドライバ間で情報
を共有することにより、ディバイスドライバ間でパイプ
ライン的にデータを転送することができ、高速なファイ
ルデータの転送が実現できる。
【図１】実施形態の高速ファイルシステムの構成図であ
る。
る。
【図２】実施形態のファイル入出力処理手順を示す図で
ある。
ある。
【図３】ファイル構造定義スクリプトの例を示す図であ
る。
る。
【図４】ファイル構造とファイルアクセス範囲の例を示
す図である。
す図である。
【図５】実施形態のファイル構造記録テーブル６０のデ
ータ構成を示す図である。
ータ構成を示す図である。
【図６】ファイルアクセス要求のリストの例を示す図で
ある。
ある。
【図７】実施形態の検索ステップの処理の流れを示す図
である。
である。
【図８】実施形態の入出力要求の分割を説明する図であ
る。
る。
【図９】実施形態のスケジュールステップの処理の流れ
を示す図である。
を示す図である。
【図１０】実施形態のファイル読み取り処理動作を示す
図である。
図である。
【図１１】実施形態のファイル読み取り時のデータの流
れを示す図である。
れを示す図である。
【図１２】実施形態のファイル書き込み時のデータの流
れを示す図である。
れを示す図である。
【図１３】ストライピング時のファイル構造定義スクリ
プトの例を示す図である。
プトの例を示す図である。
【図１４】実施形態のフィルタリングを説明する図であ
る。
る。
【図１５】属性としてキャッシュの有無、信頼性を指定
するときのファイル構造定義スクリプトの例を示す図で
ある。
するときのファイル構造定義スクリプトの例を示す図で
ある。
【図１６】ファイル構造定義時の名前をファイル入出力
の操作に使用したプログラムの例を示す図である。
の操作に使用したプログラムの例を示す図である。
【図１７】実施形態のキャッシュ制御を説明する図であ
る。
る。
【図１８】ユーザプログラムのアクセスパターンと物理
装置上の領域割り付けとの対応を例示する図である。
装置上の領域割り付けとの対応を例示する図である。
【図１９】１つのプロセスが他のプロセスの要求を集め
ることを説明する図である。
ることを説明する図である。
１〜８：計算機、１１〜１３、１５、１６、１８、１
９：ファイルサーバ、１７：アプリケーションプログラ
ム、９、１０：ネットワーク、２０〜２４：ディスク装
置、６０：ファイル構造記録テーブル、１００：構造定
義ステップ、２００：検索ステップ、３００：スケジュ
ールステップ、４００：入出力実行ステップ、５００：
フィルタリングステップ
９：ファイルサーバ、１７：アプリケーションプログラ
ム、９、１０：ネットワーク、２０〜２４：ディスク装
置、６０：ファイル構造記録テーブル、１００：構造定
義ステップ、２００：検索ステップ、３００：スケジュ
ールステップ、４００：入出力実行ステップ、５００：
フィルタリングステップ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 熊▲崎▼ 裕之 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内
Claims (10)
- 【請求項１】アプリケーションプログラムを実行するプ
ロセスからのファイルアクセス要求に応答してファイル
入出力を制御するファイル管理プログラムの方法におい
て、 ファイルを複数の領域に分割し、該複数の領域を複数の
物理装置に分散して割り付けるように要求するアプリケ
ーションプログラムによるファイル構造設定要求に応答
して指定されたファイル構造を設定するテーブルを作成
してファイル内領域を指定された物理装置に割り付け、
該ファイル内の複数の領域を並列にアクセスするように
要求する入出力要求に応答して設定されたファイル構造
テーブルを参照して該入出力要求を各物理装置ごとのア
クセス要求に展開し、該アプリケーションプログラムを
実行するプロセスと該物理装置との間で並列にデータ転
送を行うよう制御することを特徴とする高速ファイル入
出力制御方法。 - 【請求項２】該アプリケーションプログラムを実行する
複数のプロセスは、複数の計算機上で分散して実行さ
れ、該ファイル管理プログラムによって該複数のプロセ
スと該物理装置との間で並列にデータ転送を行うよう制
御することを特徴とする請求項１記載の高速ファイル入
出力制御方法。 - 【請求項３】該アプリケーションプログラムを実行する
複数のプロセスのうちの１つのプロセスが該ファイル内
の複数の領域を並列にアクセスするように要求する入出
力要求の全体をまとめて発行することを特徴とする請求
項１記載の高速ファイル入出力制御方法。 - 【請求項４】ネットワークを介して該アプリケーション
プログラムを実行するプロセスと該物理装置との間のデ
ータ転送を行う場合に、該ファイル管理プログラムによ
って物理装置のディバイスドライバが起動された後、該
ファイル管理プログラムを介さずに物理装置のディバイ
スドライバとネットワークのディバイスドライバを介し
てデータを直接ネットワークと該物理装置との間に転送
することを特徴とする請求項１記載の高速ファイル入出
力制御方法。 - 【請求項５】該領域の１つに対応して複数の通信経路を
設定し、複数の通信経路に対応する領域に関する該入出
力要求に応答して該複数の通信経路を介する並列データ
転送を行うよう制御することを特徴とする請求項１記載
の高速ファイル入出力制御方法。 - 【請求項６】該入出力要求によってデータのフィルタリ
ングを指定することによって該アプリケーションプログ
ラムが必要とする以上のデータを該物理装置から該アプ
リケーションプログラムに向けて転送し、該ファイル管
理プログラムのフィルタリングの該ファイル構造設定に
よって指定された必要部分のみのデータを該アプリケー
ションプログラムに渡すことを特徴とする請求項１記載
の高速ファイル入出力制御方法。 - 【請求項７】該領域の１つに対応してデータをキャッシ
ュするよう指定し、該入出力要求に応答して該物理装置
への書き込みデータ及び読み取りデータをキャッシュ上
に残し、読み取りデータについてキャッシュ上にデータ
があればキャッシュからデータを取得するよう制御する
ことを特徴とする請求項１記載の高速ファイル入出力制
御方法。 - 【請求項８】コンピュータ読み取り可能な記憶媒体上に
実体化されるコンピュータプログラムであり、アプリケ
ーションプログラムを実行するプロセスからのファイル
アクセス要求に応答してファイル入出力を制御するファ
イル管理プログラムであって、該ファイル管理プログラ
ムは下記ステップを含む： （ａ）アプリケーションプログラムからの要求に基づい
てファイルを複数の領域に分割し、該複数の領域を複数
の物理装置に分散して割り付けるように要求するファイ
ル構造設定要求に応答して指定されたファイル構造を設
定するテーブルを作成してファイル内領域を指定された
物理装置に割り付け、（ｂ）該ファイル内の複数の領域
を並列にアクセスするように要求する入出力要求に応答
して設定されたファイル構造テーブルを参照して該入出
力要求を各物理装置ごとのアクセス要求に展開し、該ア
プリケーションプログラムを実行する複数のプロセスと
該物理装置との間で並列にデータ転送を行うよう制御す
る。 - 【請求項９】該アプリケーションプログラムを実行する
複数のプロセスは、複数の計算機上で分散して実行さ
れ、該複数のプロセスと該物理装置との間で並列にデー
タ転送を行うよう制御することを特徴とする請求項８記
載のファイル管理プログラム。 - 【請求項１０】該アプリケーションプログラムを実行す
る複数のプロセスのうちの１つのプロセスが該ファイル
内の複数の領域を並列にアクセスするように要求する入
出力要求の全体をまとめて受け取ることを特徴とする請
求項８記載のファイル管理プログラム。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP16993597A JP3817339B2 (ja) | 1997-06-26 | 1997-06-26 | ファイル入出力制御方法 |
| US09/104,168 US6101558A (en) | 1997-06-26 | 1998-06-25 | High speed file I/O control method and system with user set file structure to effect parallel access pattern over a network |
| US09/613,817 US6347343B1 (en) | 1997-06-26 | 2000-07-10 | High speed file I/O control system with user set file structure to effect parallel access pattern over a network |
| US10/056,082 US6691177B2 (en) | 1997-06-26 | 2002-01-28 | High speed file I/O control system with user set file structure to effect parallel access pattern over a network |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP16993597A JP3817339B2 (ja) | 1997-06-26 | 1997-06-26 | ファイル入出力制御方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1115720A true JPH1115720A (ja) | 1999-01-22 |
| JP3817339B2 JP3817339B2 (ja) | 2006-09-06 |
Family
ID=15895654
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP16993597A Expired - Fee Related JP3817339B2 (ja) | 1997-06-26 | 1997-06-26 | ファイル入出力制御方法 |
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| Country | Link |
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| JP (1) | JP3817339B2 (ja) |
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