JPS63201845A - 遠隔ファイル・アクセス装置 - Google Patents

遠隔ファイル・アクセス装置

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JPS63201845A
JPS63201845A JP62315459A JP31545987A JPS63201845A JP S63201845 A JPS63201845 A JP S63201845A JP 62315459 A JP62315459 A JP 62315459A JP 31545987 A JP31545987 A JP 31545987A JP S63201845 A JPS63201845 A JP S63201845A
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    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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    • 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
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    • Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users

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Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、ネッ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ッ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ァ
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、分散ネットワーキング環境１は
、通信リンクまたはネットワーク３を介して接続された
２個以上のノードＡ１Ｂ、Ｃから構成されている。ネッ
トワーク３は、ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡ
Ｎ）でも広域ネットワーク（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・
ネットワーク・アーキテクチャ（ＳＮＡ）ネットワーク
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、８１Ｇに、パーソナル・コン−ピユー
タなどの処理システムｌ０Ａ１１０Ｂ１１０Ｃがある。
これらの処理システムｌ０Ａ１１０Ｂ１１０Ｃ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、
ネットワーク３を介して遠隔ノードにあるファイルにア
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ＩＯＡは、遠隔ノードＢ、Ｃにあ
るファイル５８１５Ｃにアクセスできる。
遠隔ノードにあるファ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
てファ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、オペレーティング・システム１１中のローカル
・バッファ１２を使って永久記憶装置２、たとえばハー
ド・ファイルやパーソナル・コンピュータ内のディスク
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。オペレーティング・システム１１内のロー
カル・バッファ１２は、ローカル・キャッシュあるいは
カーネル・バッファとも呼ばれる。
スタンドアロン・システム内で、カーネル・バッファ１
２はブロック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ック番号でもある
。読取りシステム・コール１６が発行されるとき、それ
は、第３図のステップ１０１に示すように、ファイル５
のファイル記述子およびファイル５内のバイト範囲と共
に発行される。オペレーティング・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
ロック番号に変換する（第３図、ステップ１０２）。次
に、オペレーティング・システム１１は、装置番号およ
び論理ブロック番号にもとづいてキャッシュ１２を読み
取る（ステップ１０３）。
ディスク２から読み取られたデータは、キャッシュ・ブ
ロック１５が必要となるまでキャッシュ・ブロック１５
に保管される。その結果、処理システム１０上で走行中
のアプリケーション・プログラム４から以前に読み取ら
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、それはディスク２からではなくてキャッシュ１２
からアクセスされる。キャッシュ１２から読み取るには
、固定ディスクへ出て正しいディスク・セクタにアクセ
スし、そのディスクから読み取るよりも時間がかからな
い。
同様に、アプリケーション・プログラム４から書き込ま
れたデータは、直接ディスク２には保管されず、キャッ
シュ１２に書き込まれる。このため、同じブロックに対
して別の書込み操作が出された場合に、ディスクへのア
クセスが節約される。
キャッシュ１２内の修正されたデータ・ブロックは、周
期的にディスク２に保管される。
スタンドアロン・システム内のローカル・キャッシュの
もう一つの用途は、ファイルがクローズされた後でもそ
のファイルに対する有効なデータを＝５− 保持することである。こうしたブロックがまだキャッシ
ュ内に存在する間にファイルが再オープンされた場合、
それらのブロックを読み取るのにディスクへのアクセス
は不要である。
ＡＩＸ　（拡張対話式エグゼクティブ、ＡＩＸは、ＩＢ
Ｍの商標）オペレーティング・システムを使ったスタン
ドアロン・システムでキャッシュを使うと、連続する読
取りと書込みでディ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ォ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
ャッシュ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からファイル
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がファイル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
ァイル５Ｃであるかのように読み取ることができる。こ
のやり方でファイルを読み取ると、ノードＣでファイル
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１０Ｂ１１０Ａがファイル５Ａを修正する
場合に問題が生じる。処理システム１０Ｃはこのファイ
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ＩＯＣがノードＡにあるファイル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
テムが要求したとき一度に１つのブロック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
ネットワーク通信リンク３を介してファイルがあるノー
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。
ネットワークを介してファイルにアクセスする場合、」
二記の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ットワークを介して
データを送信するのに時間がかかることである。他方、
ネットワーク・トラフィックを減らすためにファイル・
データをノードに記憶する場合、ファイルの整合性が失
われるおそれがある。たとえば、いくつかのノードのう
ちの一つがファイルに書込みを行なっている場合、その
ファイルにアクセスしている他のノードは、令書き込ま
れたばかりの最近の更新済みファイルにアクセスしてい
ないことがある。したがって、あるノードがアクセスし
ているファイルが正しくない古くなったものであるおそ
れがあるので、ファイルの整合性が失われる。
本明細書では、ファ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、そのファイル
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・ネッ
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
あるファ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ョンをサポ
ートする、真に分散したシステムである。
以下では、ＵＮＩＸ　（ＡＴ＆Ｔが開発しライセンスを
供与しているもの、ＵＮＩＸは米国内でのＡＴ＆Ｔの登
録商標）オペレーティング・システムの一バージョンで
本発明を実施した場合について説明するが、本発明はＵ
ＮＩＸオペレーティング・システムに類似する特徴をも
つ他のオペレーティング・システムでも使用できる。Ｕ
ＮＩＸオペレーティング・システムは、ベル研究所（Ｂ
ｅ１１Ｔｅｌｅｐｈｏｎｅ　Ｌａｂｏｒａｔｏｒｉｅｓ
、　Ｉｎｃ、　）がディジタル０エクイツプメント社（
Ｄｉｇｉｔａｌ　ＥｑｕｉｐｍｅｎｔＣｏｒｐｏｒａｔ
ｉｏｎ、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
はマイクロコンピュータ用のオペレーティング・システ
ムとして広く使われている。この％ｆ　及の一因は、Ｕ
ＮＩＸオペレーティング・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、したがって、プロセッサの種類
を間わな＝９− いことである。したがって、様々な計算機用に書かれた
Ｃコンパイラを使うと、ＵＮＩＸオペレーティング・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オペレーティング・システムの詳細
については、［ＵＮＩＸＴＭシステム、ユーザーズ・マ
ニュアル、システムＶ　（Ｕ　Ｎ　Ｉ　ＸＴＭＳｙｓｔ
ｅｍ、　Ｕｓｅｒ’ｓ　Ｍａｎｕａｌ。
Ｓｙｓｔｅｍ　Ｖ）　Ｊ　Ｗｅｓｔｅｒｎ　Ｅｌｅｃｔ
ｒｉｃ　Ｃｏ、、　　１９８３年１月刊を参照のこと。
ＵＮＩＸオペレーティング・システムの秀れた概説が、
Ｂ、Ｗ、カーニハン（Ｂｒｉａｎ　Ｉｊ、　Ｋｅｒｎｉ
ｇｈａｎ）とロブ・バイツ（ＲｏｂＰｉｋｅ）の共著「
ユニックス・プログラミング環境（Ｔｈｅ　Ｕｎｉｘ　
Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｅｎｖｉｒｏｎｍｅｎｔ）　
ＪＰｒｅｎｔｉｃｅ−ｔｌａｌｌｓ　　１９８４年刊に
出ている。ＵＮＩＸオペレーティング・システムの設計
の詳細については、Ｍ、Ｊ、バッハ（Ｍａｕｒｉｃｅ　
Ｊ、Ｂａｃｈ）著「ユニックス・オペレーティング・シ
ステムの設計（Ｄｅｓｉｇｎ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｕｎｉｘ
　ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍ）　ＪＰｒｅｎｔｉ
ｃｅ−１１ａｌｌ、１９８６年刊に出ている。
ベル研究所は、多くの団体にＵＮＩＸオペレーティング
・システム使用のライセンスを供与しており、現在いく
つかのバージョンがある。ＡＴ＆Ｔから出た最新のバー
ジョンは、バージョン５゜２である。バークレイ・バー
ジョンとして知られるＵＮＩＸオペレーティング・シス
テムの別のバージョンが、カリフォルニア州立大学バー
ク１４校で開発された。広く使われているＭＳ−ＤＯ８
およびパーソナル・コンピュータ用のＰＣ−ＤＯＳオペ
レーティング・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ョンを出してい
る。ＩＢＭ　　ＲＴ　　ＰＣ（ＲＩＳＣ（縮小命令セッ
ト・コンピュータ）技術パーソナル・コンピュータ、Ｒ
ＴとＲＴＰＣは１８Ｍコーポレーションの商標）を１９
８５年に発表したのに伴って、１８Ｍコーポレーション
はＡＩＸと呼ばれる新しいオペレーティング・システム
を公開した。ＡＩＸは、アプリケーション・インターフ
ェース・レベルでＡＴ＆ＴのＵＮＩＸオペレーティング
・システム、バージョン５．２と互換性があり、ＵＮＩ
Ｘオペレーティング・システム、バージョン５．２に対
する拡張機能を含んでいる。
ＡＩＸオペレーティング・システムの詳細については、
「ＡＩＸオペレーティング・システム技術解説書（ＡＩ
Ｘ　ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍ　Ｔｅｃｈｎｉｃ
ａｌＲｅｆｅｒｅｎｃｅ　）　Ｊ第１版Ｎ　Ｉ　ＢＭ　
　Ｃｏ　ｒ　ｐｌｌ　９８５年１１月刊を参照されたい
。
本発明は、具体的には、複数台のプロセッサがネットワ
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のシステムネットワーク・アーキテクチ
ャ（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、よりＭＩｎｔ
ｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｃｅｎｔｅｒ
ｔｓ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　Ｉｎｔｒｏｄｕｃ
ｔｉｏｎ　ｔｏ　ＡｄｖａｎｃｅｄＰｒｏｇｒａｍ　ｔ
ｏ　Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　（
ＡＰＰＣ）　Ｊ資料番号ＧＧ２４−１５８４−０、およ
び１９８６年８月１５日刊のｒＩＢＭ　　ＲＴ　　ＰＣ
ＳＮＡアクセス方式の手引き・解説書（ＩＢＭ　　ＲＴ
Ｐ　ＣＳ　Ｎ　Ａ　　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔｈｏｄ　Ｇ
ｕｉｄｅ　ａｎｄＲｅｆｅｒｅｎｃｅ　）　Ｊを参照さ
れたい０８ＮＡでは、そのリンク・レベルとして、ゼロ
ックス社が開発したローカル・エリア・ネットワーク（
ＬＡＮ）であるイーサネット（ＥｔｈｅｒｎｅｔはＸｅ
ｒｏｘ　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎの商標）または５ＤＬ
Ｃ（同期データ・リンク制御）を使う。イーサネット・
ローカル・エリア・ネットワークを含めてローカル・エ
リア・ネットワークの簡単な説明は、Ｌ。
Ｅ、ジョーダン（Ｌａｒｒｙ　Ｅ、Ｊｏｒｄａｎ）とＢ
、チャーチル（Ｂｒｕｃｅ　Ｃｈｕｒｃｈｉｌｌ）の共
著ｒＩＢＭ　　ＰＣ用の通信ネットワーキング（Ｃｏｍ
ｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ　ａｎｄＮｅｔｖｏｒｋｉｎｇ
　ｆｏｒ　ｔｈｅ　ＩＢＭ　ＰＣ）　Ｊ　Ｒｏｂｅｒｔ
　Ｊ、Ｂｒａｄｙ（Ｐｒｅｎｔｉｃｅ−Ｈａｌｌ　の子
会社）、１９８３年刊に出ている。コンピュータ用通信
システム、とくにＳＮＡとＳＤＬ＜？、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ャ（Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉ
ｏｎｓ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　ｆｏｒＤｉｓｔｒ
ｉｂｕｔｅｄ　　Ｓｙｓｔｅｍ）Ｊ　　、Ａｄｄｉｓｏ
ｎ−Ｗｅｓｌｅｙｓ　　１９７８年刊に出ている。ただ
し、本発明は、イーサネット・ローカル・エリア・ネッ
トワークやＩＢＭ　　ＳＮＡ以外のネットワークで相互
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、通信ネッ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、ネットワークのあるノードにある各プロセッ
サは、どのノードにファイルがあろうと、潜在的にその
ネットワーク中のすべてのファイルにアクセスすること
ができる。
ＵＮＩＸオペレーティ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はネットワー
ク・ファイル・システム（ＮＦＳ）を発表し、ベル研究
所は遠隔ファイル・システム（ＲＦＳ）を開発した。Ｓ
ｕｎ　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）　ｒ　Ｖノード：５ｕｎＵＮＩＸにお
ける多重ファイル・システム・タイプ用アーキテクチ＋
　（Ｖｎｏｄｅｓ：　Ａｎ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ
　ｆｏｒＭｕｌｔｉｐｌｅ　Ｆｉｌｅ　Ｓｙｓｔｅｍ　
Ｔｙｐｅｓ　ｉｎ　Ｓｕｎ　ＵＮＩＸ）　Ｊ　ＵＳＥＮ
ＩＸ　　１９８Ｅ３年夏季国際技術会議・展示会議事録
、２３８−２４７ページ；Ｒ，サンドバーブ（Ｒｕｓｓ
ｅｌ　Ｓａｎｄｂｅｒｇ）等のｒＳＵＮネットワーク・
ファイル・システムの設計と実施（Ｄｅｓｉｇｎ　ａｎ
ｄＩｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｓｕ
ｎ　ＮｅｔｗｏｒｋＦｉｌｅｓｙｓｔｅｍ）　Ｊ　、Ｕ
ＮＥＮ　Ｉ　Ｘ　　１９８５年会議議事録、１１９−１
３０ページ；Ｄ、ウオールシュ（Ｄａｎ　１Ｊａｌｓｈ
）等のｒＳＵＮネットワーク・ファイル・システムの概
要（Ｏｖｅｒｖｉｅｗ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＳｕｎＮｅｔｗ
ｏｒｋ　Ｆｉｌｅ　Ｓｙｓｔｅｍ）　Ｊ　１１７−１２
４ページ；ジョメイ・チャン（Ｊｏｍｅｉ　Ｃｈａｎｇ
）の「状況モニタがＮＦＳにネットワーク・ロッキング
・サービスをもたらす（Ｓｔａｔｕｓ　Ｍｏｎ１ｔｏｒ
　ＰｒｏｖｉｄｅｓＮｅｔｗｏｒｋ　Ｌｏｃｋｉｎｇ　
５ｅｒｖｉｃｅ　ｆｏｒ　ＮＦＳ）　Ｊ　；ジョメイ・
チャンの「サンネット（Ｓｕｎｎｅｔ）　Ｊ　７１−７
５ページ；Ｂ、ティラー（Ｂｒａｄｌｙ　Ｔａｙｌｏｒ
）のｒＳｕｎ環境における安全なネットワーキング（Ｓ
ｅｃｕｒｅＮｅｔｗｏｒｋｉｎｇ　　ｉｎ　　ｔｈｅＳ
ｕｎ　　Ｅｎｖｉｒｏｎｍｅｎｔ）Ｊ　　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ｒＲＦＳアーキテクチャの概
要（ＲＦ　Ｓ　Ａｒｃｃｈｉｔｅｃｔｕｒａｌ　Ｏｖｅ
ｒｖｉｅｗ）　Ｊ　Ｕ　５ＥＮＩＸ会議議事録、ジョー
シア州アトランタ（１９８６年６月）、１−１２ページ
；Ｒ，ハミルトン（Ｒｉｃｈａｒｄ　）ｌａｍｉｌｔｏ
ｎ）等の「遠隔ファイル共用に対する管理者の意見（Ａ
ｎ　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｏｒ’ｓＶｉｅｗ　ｏｆ　
Ｒｅｍｏｔｅ　Ｆｉｌｅ　Ｓｈａｒｉｎｇ）　Ｊ、１−
９ページ；Ｔ、ヒユートン（Ｔｏｍ　Ｈｏｕｇｈｔｏｎ
　）等の「ファイル・システム・スイッチ（Ｆｉｌｅ　
ＳｙｓｔｅｍｓＳｗｉｔｃｈ）　Ｊ、１−２ページ；Ｄ
、Ｊ、オランダ−（Ｄａｖｉｄ　Ｊ、　０１ａｎｄｅｒ
）等の「システムＶにおけるネットワーキング用フレー
ムワーク（ＡＦｒａｍｅｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋｉｎｇ　ｉｎ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｖ）　Ｊ　Ｎ　　１
−８ページ。
本発明をその中で実施する分散サービス・システムのま
たとえばＳｕｎ旧ｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ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ったということ
である。もっと具体的に言うと、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・ファイ
ルをオープンしたのか、クライアントのファイルが読取
専用モードでオープンになっ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っているのか、あるいはク
ライエントがそのファイルのバイト範囲にロックをかけ
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ったときに生じる、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。もっと具体的に言
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、誰がそのファイルを使ってい
るか、およびファ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ャ
ッシュ管理戦略は、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。
キャッシュの管理は、下記で説明するように、サーバ・
ファイルをオープンせよとの要求を発行しているクライ
エント・ノードの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って影響を
受ける。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 したがって、遠隔ファ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。
分散ネットワーキング環境でファ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。
クライエント・ノードでファイルがクローズされたとき
、サーバとクライエント・ノードの両方のキャッシュを
使っ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。
Ｄ０問題点を解決するための手段 他のノードにあるファイルにアクセスするときのネット
ワークのトラフィック・オーバーヘッドを軽減し、ファ
イルの整合性を保つため、分散ネットワーキング環境内
での様々なファイルへのアクセスをファイル同期モード
で管理する。読取りアクセスまたは書込みアクセスのた
めファイルが１つのノードだけでオープンしている場合
、ファイルに第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ァイルがオープンしてい
る場合、ファイルに第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ァイルがオープンにな
っており、少くとも１つのノードで書込みアクセスのた
めそのファイルがオープンになっている場合、ファイル
に第３の同期モードを与える。
ファイルが第１または第２の同期モードの場合、クライ
エント・ノード、すなわちファイルにアクセスするノー
ドは、そのオペレーティング・システム内のキャッシュ
を使ってファイルを記憶する。
その後の読取りと書込みはすべてこのキャッシュに送ら
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
でファ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
方でキャッシュを使用する。
クライエント・ノードがクライエント・キャッシュを再
使用するか否かは、データ・ファ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・キャッシュ内のデータが修正されたか否かによって
決まる。データが修正されていない場合は、ファイルの
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ってクライエント・ノード
にアクセスすることができる。クライエント・キャッシ
ュ内のデータはすべて有効データである。ファイルが一
度クローズした後でオープンしたとき、クライエント・
キャッシュを使ってアクセスを行なうことにより、ネッ
トワークのトラフィック・オーバーヘッドが減少し、し
たがって応答時間が改善される。
クライエント・ノードでファイルがクローズしていた間
に、クライエント・キャッシュ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・キャッシュ内に代理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
ィールドと、そのノード内のファイルを識別するファイ
ル・ハンドルを含んでいる。代理ｉノードは、ファイル
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・キャッシュ内で作成される。代理ｉノードが作成さ
れるとき、サーバのクロックによって記録されたファイ
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、−２１＝ またサーバでのファイルの最終修正時間を示すファイル
修正時間フィールドを、キャッシュ・データ・ブロック
内に含んでいる。キャッシュ・データ・ブロック内のフ
ァイル修正時間フィールドは、クライエント・ノードで
ファ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・ノードでファイルがオ
ープンし読み取られ、クローズされる間に下記の各ステ
ップを含む。
クライエント・ノードにファ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ノードが割り振られ、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、そのファイルの最終修正時間を含
める。
この時間が、クライエント・ノードでそのファイルの新
しく割り振られた代理ｉノードに記録される。
そのファイルの新しいデータ・ブロックが読み取られる
とき、新しいキャッシュ・ブロックがクライエント・キ
ャッシュ内に割り振られる。各キャッシュ・ブロックは
、サーバ・ノード名、ファイル・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。
ファイルが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
ッ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モードにあるファイルが最後にクローズされ
る間、以下の各ステップが行なわれる。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は取ると、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・ノードにファ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
のディ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ノードの割振りを
解除し、そのサーバ・ノード名およびクローズされてい
るファイルに対するファイル・ハンドルを探してすべて
の遠隔キャッシュ・バッファを走査する。次に、クライ
エント・ノードは、対応するキャッシュ・ブロック内の
すべての最終修正時間を、クローズ肯定応答と共にサー
バから受は取った最終修正時間に変更する。
クライエント・キャッシュからブロックが読み取られて
いるとき、代理ｉノード中の時間がキャッシュ・データ
・ブロック中の時間と比較される。
代理ｉノード中の時間がキャッシュ・データ・ブロック
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・ファイルがクローズされている間にクライエン
ト・キャッシュ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、ネットワークを介してサーバに行かなけれ
ばならない。
ファイルの整合性を維持するには、クライエント・ノー
ド内でのファイルに対するすべてのデータ・ブロックを
無効にしなければならない。
代理ｉノード中の時間がキャッシュ・データ・ブロック
に記録された時間と同じ場合は、クライエント・キャッ
シュ内のデータが依然有効であることを示す。クライエ
ント・ノードでファ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った。この場合
、クライエント・ノード内のプロセスは、ネットワーク
を介してファイルが実際に存在するサーバへ行かずに、
クライエント・キャッシュ内のデータ・ブロックを使用
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Ａ１Ｂ、Ｃ
にそれぞれローカル・キャッシュ１２Ａ１１２Ｂ、１２
Ｃが存在する。ファイルがノードＡのディスク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＝２５− ドＡで実行されるローカルプロセス１３Ａによるキャッ
シュ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
１１３Ｃは第５図によりはっきりと示すように、サーバ
・キャッシュとクライエント・キャッシュを使って、２
段キャッシング体系によりファイル５にアクセスする。
サーバ・ノードＡは、ディスク２Ａからファイル・ブロ
ック５を入手し、それをサーバ・キャッシュ１２Ａに記
憶する。クライエント・ノードＢは、ネットワーク３を
介してサーバ・キャッシュ１２Ａからファイル・ブロッ
ク５を入手する。クライエント・ノードＢは、サーバ・
キャッシュ１２Ａ内にあったファイル・ブロック５をク
ライエント・キャッシュ１２Ｂに記憶する。クライエン
ト・ノードＢのユーザ・アドレス・スペース１４ＢがＡ
ＳＹＮＣモードまたはＲＥＡＤＯＮＬＹ同期モードでフ
ァイル５からデータをシークするとき、各アクセスごと
にネットワーク３を介してアクセスする代りにクライエ
ント・キャッシュ１２Ｂにアクセスする。クライエント
・キャッシュ１２Ｂを使って遠隔ファイル５にアクセス
すると、ネットワークのトラフィック・オーバーヘッド
が節減できるので、パフォーマンスが著しく改善できる
。
アプリケーション・プログラム・レベルでのファイル・
アクセス・セマンティックスを保存しながら高パフォー
マンスを達成するように、分散環境でクライエント・キ
ャッシュ１２Ｂとサーバ・キャッシュ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。
ファイル・アクセス・セマンティックスは、別のプロセ
スがファ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ァイルにアクセスし、それを
修正するとき、ファイルの整合性ヲ保つ。このファイル
・アクセス・セマンティックスの要件は、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、同じファイルのバイト
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−例を示す。プロセス１３
１がファイル５内のバイト範囲Ｎ１−Ｎ２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・コールを実行できる。書込
みシステム・コールの実行中、ファイル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。ローカル・キャッシュ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、キャッシュ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。
ファイル・アクセス・セマンティックスのもう一つの要
件は、Ｎ１−Ｎ２などのファイルのバイト範囲（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、
ファイルのバイト範囲Ｎ１−Ｎ２は、必ずこの範囲に対
する最近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、古くなった更新前の
データではなく、令書かれたデータが読み取とられる。
第５図に示す本発明の分散ネットワーキング環境では、
異なるアプリケーション・プログラム４Ａ１４Ｂおよび
プロセス１３１−１３Ｎ１２３１−２３Ｎ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
のファイル・アクセス・セマンティックスが保存されて
いる。様々なキャッシュ同期モードを利用して、同期が
保証される。
特定のファイル５について、ファイル５がアクセスのた
めオープンになり、同期モードになっているプロセス１
３１−１３１Ｎ、２３１−２３Ｎの位置に応じて、クラ
イエント・ノードＢまたはサーバＡのどちらかによって
入出力コールが同期される。
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ＡＳＹＮＣｓ−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図のブロック４４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ァイル５がオープン
になっている場合に、ファイル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・キャ
ッシュ１２Ａもクライエント・キャッシュ１２Ｃも使わ
れる。クライエント・キャッシュ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・キャッ
シュ１２Ａへのアクセスが必要になる。周期的同期操作
によって、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によってファイル５がクローズされ
たとき、または他のデータをキャッシュに入れるスペー
スを空けるためにブロッ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・ブロックがサーバ１２Ａに書き込まれる。さらに
、ファイルがＡＳＹＮＣｓ−モードからＦＵＬＬＳＹＮ
Ｃｓ−モードに変更されるとき、修正済みのデータ・ブ
ロックがサーバ１２Ａに書き込まれる。
第２のモード４２はＲＥＡＤＯＮＬＹ　　ｓ−モード４
２である。ＲＥＡＤＯＮＬＹ　　ｓ−モード４２は、第
６図のブロック４５に示すように、１つのノードＣ内の
プロセス１３Ｇからの、または複数のノードＢ１Ｃ内の
プロセス１３Ｂ１１３Ｇからの読取り専用アクセスのた
めにオープンとなっているファイル５に用いられる。こ
のモード４２では、サーバ・キャッシュ１２Ａとクライ
エント・キャッシュ１２Ｃ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ックに対して、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・ブロッ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
ャッシュ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・キャッシュ１２Ｇ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Ａ１Ｂ
、Ｃ内のプロセス１３Ａ、１３Ｂ１１３Ｃのいずれかに
よる読取り専用アクセスのためにファイル５がオープン
になっている場合に、ファイル５はＲＥＡＤＯＮＬＹ　
　ｓ−モード４２で動作する。
第３のモード４３はＦＵＬＬＳＹＮＣｓ−モードである
。ＦＵＬＬＳＹＮＣｓ−モード４３は、第６図のブロッ
ク４８で示すように、サーバ・ノードＡ内のプロセス１
３Ａによる書込みアクセスのためにオープンになってい
るファイル５に用いられる。この同期モード４３は、第
６図のブロック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Ｂ１Ｃでファイ
ル５がオープンし、かつ少なくとも１つのプロセス１３
Ａ１１３Ｂ１１３Ｃで書込みアクセスのためにファイル
５がオープンになっている場合にも用いられる。一般に
複数のノードでファイル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ァイルがオ
ープンしている場合、そのファイルはＦＵＬＬＳＹＮＣ
ｓ−モードである。ＦＵＬＬＳＹＮＣｓ−モード４３で
は、クライエント・キャッシュ１２Ｃまたは１２Ｂは迂
回し、サーバ・キャッシュ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図の分散ネットワーキング環境１では、大部分のフ
ァイル５は、ＲＥＡＤＯＮＬＹ　　ｓ−モード４２（第
６図）で複数のノードＡ１Ｂ１Ｃでのプロセス１３Ａ１
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ＡｓＹＮＣＨｓ−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、ＦＵ
ＬＬＳＹＮＣｓ−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　　ｓ−
モード４２でもＡＳＹＮＣｓ−モード４１でも、クライ
エント・キャツシュ１２ＢＩ！５図）を使用するため、
遠隔読取り／書込みのファイル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・パフォーマンスが
向上する。
第８図に示すように、ＦＵＬＬＳＹＮＣｓ−モードでは
、クライエント・キャッシュは使われない。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からネットワーク３を介してファイル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ァイルと一緒に更
新されていないファイル５をクライエント・ノードがロ
ーカル・キャッシュに保持しないので、ファイル・アク
セス・セマンティックスは保存される。
この３つのモードを使ってクライエント・キャッシュの
使用を管理すると、読取り／書込み応答速度が全体的に
平均して増加し、かつファ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
る状況ではクライアント・キャッシュを使うので読取り
／書込み応答時間が減少し、別の状況ではクライエント
・キャッシュを使わないので、ファイル・システム・セ
マンティックスが保存される。
ファイルの同期モードは、どのノードでファイルがオー
プンになっているか、およびファイルが読取りのために
オープンになっているのか、それとも書込みのためにオ
ープンになっているのかだけでなく、ファイルの存在す
る装置が生（ｒａｗ）アクセス・モードでオープンにな
っ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・ブロックＬＢＮＩ　
（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２Ａのデー
タ・ブロックＬＢＮＩに対する読取りおよび書込みであ
る。そのデータ・ブロックがどのファイルに属するのか
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Ｂ１Ｃ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、キャッシュ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のブロックＬＢＮ１として管理される。サーバ
Ａは、サーバ・キャッシュ１２Ａを装置２Ａ内の論理ブ
ロックＬＢＮＩとして見る。クライエント・ノードＢは
、ファイル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が知っているのは、装置２Ａの
ブロック番号Ｎ１にあるファイル５にアクセスしている
ことだけである。クライエント・キャッシュ１２Ｂは、
データをファイル５の論理ブロックＮ１として扱う。サ
ーバ・キャッシュ１２Ａ内では、データは装置２Ａの論
理ブロックＬＢＮＩ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、データが主装置としての装置
に書き込まれ、かつそのファイルの装置に書き込まれた
ブロックと同じブロックに対する読取りが別にあった場
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、ファイル・シ
ステム・セマンティックスが保存される。
第５図に示すようにクライエント・ノードＢでファイル
がアクセスされており、かつファイルがＡＳＹＮＣモー
ドまたはＲＥＡＤＯＮＬＹモードの場合、クライアント
・オペレーティング・システムＩＩＢは、システムコー
ルＲＥＡＤ　（ファイル記述子、Ｎ１）１６中のファイ
ル記述子とファイル内のバイト範囲を、装置番号および
装置内の論理ブロック番号に変換しない。クライアント
は、ファイル記述子とバイト範囲を、ファイル・ハンド
ル、ノード識別子、およびファイル内の論理ブロック番
号に変換する。クライエント・キャッシュ１２Ｂ内には
、ファイル・ハンドル、ノード識別子、およびファイル
内の論理ブロック番号により指定されるブロック１７が
存在する。クライアントのアプリケーション・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
ップ１０４）と、その読取り要求は、ファイル記述子お
よびファイル内のバイト範囲と共にオペレーティン３フ
ー グ・システムＩＩＢに向う。次にオペレーティング・シ
ステムＩＩＢはクライアント・キャッシュ１２Ｂを見る
（第９図のステップ１０５）。ファイル・ハンドル、ノ
ード識別子、およびファイル内の論理ブロック番号がそ
こにある場合、キャッシュ１２Ｂが読み取られる（第９
図のステップ１０６）。そこにない場合（第９図のステ
ップ１０７）、その読取り要求はサーバに送られる（第
９図のステップ１０８）。サーバは次にファイル・ハン
ドルとファイル内の論理ブロック番号を装置番号とファ
イル内の論理ブロック番号に変換する（第９図のステッ
プ１０９）。この変換が必要なのは、サーバ・キャッシ
ュ１２Ａがスタンドアロン・システムと同様に、装置番
号とブロック番号によっ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
のアプリケーション・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ァイルには、同期モードかない。
しかし、あるプロセスによってファ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、ファイル
の同期モードが初期設定される。
ファイルが存在する装置（Ｄ）がクローズされている、
すなわち特別装置としてオープンしていない場合（６１
）、ファイルの同期モードはＡｓＹＮＣモード４１に初
期設定され、ファイルは１つの遠隔ノードでの書込みア
クセスに対してオープンされる（６２）。
ファイルが存在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ァイルが
オープンになっている場合（６３）、あるいは装置もフ
ァイルも読取り専用アクセスのためにオープンになって
いる場合（６４）、ファイルの同期モードはＲＥＡＤＯ
ＮＬＹ４２である。
ファイルが存在する装置が読取り／書込みアクセスのた
めにブロック特別装置としてオープンになっている場合
（６５）、あるいはファイルが複数のノードでオープン
し、少なくとも１つのオープンが書込みに対するもので
ある場合、ファイルの同期モードはＦＵＬＬＳＹＮＣモ
ード４３に初期設定される。ブロック特別装置とは、そ
の装置に対する生アクセスがあるという意味である。
ファイルがあるモードに初期設定されると、条件が変わ
れば、ファイル・モードも変わることがある。第７図で
線７１ないし７６によっ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。
ファイルが現在ＡＳＹＮＣモード４１であり、そのファ
イル（Ｆ）がオープンになっているノードの数が２以上
になった場合（８１）、第７図で線７２によって示すよ
うに同期モードはＦＵＬＬＳＹＮＣモード４３に変わる
。また、ファイルが存在するブロック特別装置りのオー
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。ファ
イルのクローズ動作については、そのクローズ動作がフ
ァイルの最終クローズではなく、ファイルは書込みに対
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ァイル
の書込みアクセスに対する最終クローズであり、残って
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ＲＥＡＤＯＮＬ
Ｙモード４２が新しいモードになる。そのクローズ動作
がそのファイルの最終クローズである場合、同期モード
はない。
ファイルが現在ＲＥＡＤＯＮＬＹ　　ｓ−モード４２で
あり、ファイル・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４
１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
ァイルが存在する装置が読取り／書込みアクセスに対し
てオープンになっている場合（８７）、そのファイルの
新しい同期モードはＦＵＬＬＳＹＮＣモード４３である
。クローズ動作について、そのクローズがそのファイル
の最終クローズである場合、そのファイルの同期モード
はない。クローズ動作の後、ファイルが１つまたは複数
のノードで依然としてオープンになっている場合、同期
モードへの変更はない。
ファイルが現在ＦＵＬＬＳＹＮＣモード４３であり、そ
のファイルに対して別のオープンがある場合、あるいは
ファイルが存在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。ファ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
ンが残っており、かつそのファイルが存在するブロック
特別装置がオープンされていない場合、線７１を介して
ブロック８８で示されるように、同期モードはＡＳＹＮ
Ｃｓ−モード４１に変わる。ファイルが存在するブロッ
ク特別装置がオープンされず、かつ線７５上のブロック
８９で示されるように、そのファイルが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、あるいはファイルが存在するブロック特別装置
が読取り専用アクセスに対してオープンされ、かつその
ファ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Ｒ
ＥＡＤＯＮＬＹモード４２に変わる。
ファ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・ファ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
ーバがそのファ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、そのファ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、サーバはそのファイルがオ
ープンになっ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。
ファイルが初めてオープンされた後、そのファイルをオ
ープンしたクライエントに、そのファイルのモードが知
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・キャッシュの使用を開始する
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図に示すようにモードがＦＵＬＬＳＹＮＣモードで
ある場合は、クライエント・キャッシュは使われず、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、常にファイル５のモード５１を設
定する。またサーバＡは、どのノードのファイルがオー
プンになっているか、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って
いる。サーバＡは、ノード内のプロセス１３１−１３Ｎ
１２３１−２３Ｎに対してファイルがオープンになって
いるかどうか知る必要はない。サーバは、上記のすべて
の情報をファイル・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、そのファイルがオープ
ンになっているノードのリスト５２、ファイル５の読取
り数５３、およびファイル５への書込み数５３が含まれ
る。
ファイル・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、ファイル５を識別するた
めのファイル・ヘッダ５６を含んでいる。１ノード５５
はまた、ファイルがどの装置上に存在するかに関する情
報を含むブロック５７と、ファイルが装置上のどこに存
在するかに関する情報を含むブロック５８を含んでいる
。
ｉノード５５はまた、２つの時間ビット１１１と１１２
を含んでいる。時間ビットは、そのファイルに関する情
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・ビット１１１は、そのファイルまたはデ
ータが読み取られたことを示す。時間変更ビット１１２
は、そのデータまたはファイルが書込みアクセスによっ
て修正−４５＝ されたこきを示す。
時間変更ビット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・キャッシュ内の修正済みデータが、ディスク２に書
き込まれる。３種の事象とは、ファイル状況検査、ファ
イル・クローズ、および周期的同期である。周期的同期
は、周期的にたとえば１分ごとにキャッシュをディスク
に書き込むものである。サーバ時間およびサーバ・キャ
ッシュ１２Ａ内のデータがディスク２に書き込まれると
、時間変更ビット１１２がリセットされる。
ファイル状況検査要求が出ている場合、サーバＡはファ
イルがオープンになっているかどうか検査し、ｉノード
・ビットの検査によって、時間変更ビット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た場
合、要求ノードは、ファイルの変更時間を示す時間を受
は取ることになる。次の状況要求に対しては時間ビット
１１２は変更されない。
上記のように設定されたファイル修正時間は、クライエ
ントＢがファイル５をクローズした後でファイル５が変
更されたことを示す提示としてクライエントＢが使用す
る。クライエントＢがあるファイルをクローズすると、
それが最後のクローズであった場合、サーバはそのクロ
ーズされたファイル５に対するファイル・アクセス構造
５０から脱する。そのファイルがノードＢでクローズに
なっているときに別のノードがそのファイルをオープン
にした場合、ファイル・アクセス構造５０は、ブロック
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があるファイルをクローズす
ると、サーバはノードＢが以前にファイルをオープンし
たことを示す何の情報も保持しない。
上述のように、ファイルは、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
よって、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って読取
りおよび書込みのためにオープンする（すなわち、ＡＳ
ＹＮＣ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・キャッシュは、
潜在的にそのファイルの有効なブロックを有する。
ファイルがクライエントＢでのすべてのプロセスによっ
てクローズされる場合、クライエントＢの各ブロックは
自動的に無効化されない。タライエンドＢ中に使用でき
るデータ・ブロックを保持することにより、ファイルを
ノードＢのいずれかのプロセスによって再オープンする
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がファイル５をクローズ
した間にあるファ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、ファ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ァイルに対する書込み動作が行
なわれなかった場合にだけ、クライエント・キャッシュ
内のファイル・ブロックを使用することができる。クラ
イエント・ノードＢがこのファイルを再オープンし、か
つそのファ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った場合、クライエント・ノ
ードＢはクライエント・キャッシュ１２Ｂから直接にフ
ァイル５にアクセスすることができる。クライエント・
ノードＢがファイル５を再オープンし、かつファイル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
ファイル５を得るために、ネットワーク３を介してサー
バに行かなければならない。その後、変更済みファイル
が、後でアクセスするためにクライエント・キャッシュ
１２Ｂに記憶される。
本発明のシステムおよび方法は、第１０図と第１１図を
簡時に参照すると最もよく説明できる。
ファイル５がクライエント・メートＢ中のプロセス１３
１によって初めてオープンされる（ステップ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（ステップエ２１）。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で遠隔ファイル５に対するオー
プンが出されると、ファイル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ノードが割り振られる。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、ファイル５に対
する最終修正時間を含むことになる。
サーバ・ディスク２に書き込まれたファイル５に対する
最終修正時間２２がクライエント・ノードＢのブロック
１１５内の新しく割り振られた代理１ノード１１４に記
録される（ステップ１２２）。
ブロック２２およびブロック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、ブロック５２中フア
イル・アクセス構造５０が、そのファイルがノードＢで
オープンになっていることを示すように更新される（ス
テップ１２３）。
次に最初の読取りが出された場合、クライエント・キャ
ッシュ１２Ｂ中のデータ・ブロック１１６が割り当てら
れる（ステップ１２４）。データ・ブロック１１６の最
初のビット１５２は、サーバ・ノードＡを識別する。第
２のビット１５３は、ファイル５を識別するためのファ
イル・ハンドルヲ含んでいる。ファイル５内のあるブロ
ックに新しいキャッシュ・ブロックが割り振られると、
代理ｉノード１１４のブロック１１５から得られる修正
時間Ｔ１が、データ・ブロック１１６のビット１１７の
キャッシュ・ブロック・ヘッダにコピーされる。サーバ
・ノードＡでは、ファイル・アクセス構造５０が、ブロ
ック５３中の読取り数が１であることを示す（ステップ
１２５）。
クライエント・ノードＢからの、たとえばプロセス２３
２からの２回目のオープン（ステップ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ァイル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ァイル修正時間は更新
されない。
クライエント・ノードＢ中のファイル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・キャッシュ１２Ｂ中の
別のデータ・ブロック１１８が割り当てられ、代理ｉノ
ード１１４のブロック１１５中の時間Ｔ２が新しいデー
タ・ブロック１１８のブロック１１７に書き込まれる。
それに対応して、サーバ・ノードＡのファイル・アクセ
ス構造５０がブロック５３中で読取りのために２回のオ
ープンがあったことを反映するように更新される（ステ
ップ１２８）。
クライエント・ノードＢ中のプロセス２３１がファイル
５をクローズする（ステップ１２９）場合、そのクロー
スがサーバ・ノードＡに送られる。
次にサーバＡはブロック５３中の読取り数を示す使用カ
ウントを減分する（ステップ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でファイル５が最後にクローズ
される（ステップ１３１）場合、サーバＡはファイル・
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。ファイル・アクセス構
造５０中のブロック５３とブロック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ックが
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に対するファイル・ア
クセス構造５０を除去する（ステップ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（ステッ
プ１３３）。サーバは、この肯定応答と一緒に、そのフ
ァ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。
ファイルがＡＳＹＮＣモードの場合、クライエント・キ
ャッシュが走査され、ファイル５に対するファイル・ハ
ンドルを何するすべてのキャッシュ・ブロックについて
修正時間がクローズ肯定応答中の時間を使って更新され
る。要するに、データ・ブロックｌｉｅ、１１８内のす
べての時間が、装置２に書き込まれたブロック２２中の
ファイル５に対する最終時間Ｔ２で更新される（ステッ
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、
ステップ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の後、クライエ
ント・ノードＢにあるプロセス２３１−２３Ｎがファイ
ル５を再オープンすることがある（ステップ１３５）。
この再オープンの場合、クライエント・ノードＢはファ
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のブロック２２から代理ｉ
ノード１５０のブロック１５１に書き込む（ステップ１
３６）。ファイル５がクライエント・ノードＢでクロー
ズになっていた間に他のノードＡ１Ｇがファイル５を変
更しなかった場合、ディスク２」二の時＝５４− 間Ｔ３は、クローズ肯定応答中（ステップ１３３．１３
４）に、ディスク２からデータ・ブロック１１Ｅｆ、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、ファイル５がクライエント・ノードで
クローズになっていた間に他のノードＡ１Ｃがファイル
５に書込みを行なった場合は、装置２のブロック２２中
の時間Ｔ３は、クローズ肯定応答中（ステップ１３３．
１３５）にディスク２からデータ・ブロック１１６．１
１８に書き込まれた時間Ｔ２よりも大きくなるはずであ
る。
題１１図の判断ブロック１３７に示すように、クライエ
ント・ノードＢであるファイルが再オープンされると、
ブロック１５１内の新しい代理ｉノード１５０に令書き
込まれたばかりの時間Ｔ３が、それぞれデータ・ブロッ
ク１１８．１１８のブロック１１７．１１９内の時間Ｔ
２と比較される。代理ｉノード１５０内の時間Ｔ３がデ
ータ・ブロック１１６．１１８内の時間Ｔ２と等しくな
い場合、クライエント・キャッシュのデータ・ブロック
内のデータは使用できない。クライエントＢはネットワ
ーク３を介してサーバＡにアクセスし、ディスク２から
サーバ・キャッシュ１２Ａを経てクライエント・キャッ
シュ１２Ｂへという２段階のキャッシュ・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Ｔ３がキャッシュ・データ・ブロック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、ネットワーク３を介して
出て行かずに、直接にクライエント・キャッシュ１２Ｂ
からデータにアクセスすることができる（ステップ１３
９）。
ＡＳＹＮＣまたはＲＥＡＤＯＮＬＹ同期モードのファイ
ルでは、クライエントは、上記の諸ステップにもとづい
て、特定のキャッシュ・ブロッ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、各キャッシュ・ブロックのヘッダに、サー
バのクロックにもとづくそのファ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、そのブロッ
クがサーバから読み取られるときにキャッシュ・ブロッ
クに記録され、そのファ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
ャッシュ・ブロックが読取りのため（または部分ブロッ
クへの書込みのために）アクセスされるとき、そのヘッ
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ャッシュ・ブロック内の
時間と等しい場合、そのブロック内のデータはを効であ
り、ファイル・システム・セマンティックスを保存しな
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ャッシュ・ブロック内の時間と等し
くない場合、そのブロッ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・ブロッ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、ファイル修正時間フィール
ドを有する。第二に、フライエン＝　５７− ト・キャッシュ・ブロックは、ファイル修正時間フィー
ルドを有する。第三に、キャッシュ・ブロックのファイ
ル修正時間が代理ｉノードのファイル修正時間に等しい
場合にのみ、クライエント・キャッシュ・ブロックが有
効である。第四に、ファイルがまだあるクライエント・
ノードでオープンになっていないとき、そのクライエン
ト・ノードでファイルがオープンされると直ちに、その
クライエント・ノードて代理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ったために代
理ｉノードが作成されるとき、２）サーバから同期モー
ド変更要求があったために、クライエントが同期モード
変更要求を受は取ったとき、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ァ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ァイルがその
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ノードのファイル修正時間フィー
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ｊノ
ードのファ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・ノードでそのファイ
ルが既にオープンになっているからである。また、上記
の条件３）と４）の代りに、ファイルの各クローズが書
込みのためのそのファイルのオープンに対応するという
条件を使ってもよいことに留意すべきである。
代理ｉノードのファイル修正時間には、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った値が割り
当てられる。この値は、サーバの測定した、ファイルが
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ァイルへの書込みのためにそれ
が割り振られるとき、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、あるファイ
ルに対するクライエント・キャッシュ・ブロックは、そ
のファイル修正時間フィールドにある値が割り当てられ
る。
キャッシュ・ブロックのファイル修正時間フィールドに
割り当てられるこの値は、クライエント代理ｉノードの
ファイル修正時間フィールドにある値である。キャッシ
ュ・ブロックのファイル修正時間フィールドに値が割り
当てられる上記の条件の直後に、キャッシュ・ブロック
と代理ｉノードのファイル修正時間フィールドは等しく
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・キャッシュを使って、サー
バ処理システムからクライエント・ノードにファイルを
緩衝記憶するものである。好ましい実施例では、サーバ
・クロックで測定しサーバに記録された時間を用いて、
クライエント・キャッシュ内のデータ・ブロックの妥当
性をクライエント処理システムで判定する。ただし、当
業者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・キャッシュ内のデータ・ブロックの妥当性をサ
ーバ処理システムで判定することもできる。しかし、サ
ーバを使ってクライエントのデータ・ブロックの妥当性
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・キャッシュ内のデータ
・ブロックがクライエント・キャッシュ内にもはや存在
しないこともある。
Ｆ０発明の効果 本発明を用いれば、ネットワークにおいて遠隔のファイ
ルにアクセスする時、ファイルの整合性を保ちながら、
ネットワークのトラフィック・オーバーヘッドを軽減す
ることができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、−′　　　　　　ネッ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・バッファを用いた
スタ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・バッファに対する読取りのフロー・チャー
トである。 第４図は、クライエント・キャッシュとサーバ・キャッ
シュを備えた、ネットワークを介してファイルにアクセ
スできるようにネッ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・キャッシ
ュおよびサーバ・キャッシュ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、分散ネットワーキング環境内でクライエント
・キャッシュとサーバ・キャッシュ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四囲であ
る。 第８図は、ＦＵＬＬＳＹＮＣｓ−モードのサーバ・ノー
ドにあるファ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・キャッシュが使用されるとき
、およびクライエント・キャッシュが使用されないとき
の読取り中の各ステップを示すフロー・チャートである
。 第１０図は、クライエント・キャッシュがそのキャッシ
ュ・ブロック内に、キャッシュ・データ・ブロック内の
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
ットを有する、分散ネッ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・メートにあるファイルのオ
ープン、読取り、およびクローズ中の本発明の各ステッ
プを示すフロー・チャートである。 Ａ・・・・サーバ・ノード、ＢｌＣ・・・・クライエン
ト・ノード、２・・・・ディスク、３・・・・ネットワ
ーク、４・・・・アプリケーション・プログラム、５・
・・・ファイル、１０・・・・処理システム、１１・・
・・オペレーティング・システム、１２・・・・ローカ
ル・キャッシュ、１３．１３１−１３Ｎ、２３１−２３
Ｎ・・・・ローカル・プロセス、１４・・・・ユーザ・
アドレス空間。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名）

Claims (3)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）サーバ・ノードのサーバ処理システム中のファイ
    ルをクライエント・ノードのクライエント処理システム
    によりアクセスするためのシステムであって、 サーバ処理システムからのファイルのブロックをクライ
    エント・ノードでバッファする、クライエント処理シス
    テム中のクライエント・キャッシュと、 上記クライエント・キャッシュ中のブロックの有効性を
    判定する手段とを有する遠隔ファイル・アクセス・シス
    テム。
  2. （２）上記ブロックの有効性を判定する手段が、サーバ
    処理システムにおける時刻情報を使用する、特許請求の
    範囲第（１）項記載のシステム。
  3. （３）上記ブロックの有効性を判定する手段が、サーバ
    処理システムにおけるファイルの最新の更新時刻に関す
    る情報をクライエント・システムにおける上記ファイル
    のクローズ時に記録し、上記ファイルの再オープン時に
    、サーバ処理システムから得られたファイルの最新の更
    新時刻に関する情報を上記記録された時刻情報と比較す
    る、特許請求の範囲第（２）項記載のシステム。
JP62315459A 1987-02-13 1987-12-15 遠隔ファイル・アクセス装置 Granted JPS63201845A (ja)

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US14899 1987-02-13

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