KR20010075542A - 협동 캐시 서버의 부하 조정 방법 - Google Patents

협동 캐시 서버의 부하 조정 방법 Download PDF

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Abstract

협동 캐시 서버 집단 예컨대, 프록시 캐시 서버를 포함하는 시스템에서, 요구 객체가 국부적으로 찾아지지 않을 경우, 요구는 협동 캐시 서버로 전송될 수 있다. 과부하 조건은 예컨대, 레퍼런스 스큐에 기초하는 경우, 일부 객체가 전송된 요구에 기초하여 과부하된 가열 객체를 포함하는 모든 클라이언트 및 캐시 서버에 의한 수요 과잉에 있다. 이 응답으로 인해 부하는 일부 또는 모든 전송 요구를 과부하된 캐시 서버로부터 저부하된 캐시 서버로 시프트함으로써 조정된다. 본 명세서에는 중앙 및 분산 부하 조정 환경을 기재하고 있다.

Description

협동 캐시 서버의 부하 조정 방법{LOAD BALANCING COOPERATING CACHE SERVERS}
월드 와이드 웹을 사용하는 사람이 지수적으로 증가하고 있다. 그 결과, 웹 객체에 억세스하기 위한 응답 시간은 점차 느려져 불만족스럽게 되고 있다. 웹 억세스 시간을 빠르게 하는 하나의 해결 방법은 브라우저와 발신 웹 서버간에 하나 이상의 프록시 캐시 서버를 사용하는 것이다. 예시한 프록시 캐시 서버는 마이크로소프트사의 윈도우 NTTM로 운용하는 PC 서버의 클러스터 예컨대, IBM으로부터 NETFINITYTM서버와 IBM사의 AIXTM오퍼레이팅 시스템으로 운영하는 워크스테이션 서버 예컨대, IBM RS/6000TM또는 SP/2TM워크스테이션 서버를 포함하고 있다. 사실, 점차 조직 예컨대, 인터넷 서비스 프로바이더(ISPs) 및 구성이 대형화함에 따라, 응답 시간을 빠르게 하고 인터넷으로의 트래픽을 감소시키는 데 도움을 주는 협동 프록시 캐시 서버 집단을 사용한다. 협동 캐시 서버 집단은 신뢰성과 성능면에서단일한 캐시 서버와는 구별되는 장점을 가지고 있다. 하나의 캐시 서버가 고장난 경우, 다른 협동 캐시 서버로 요구에 대해 서비스를 계속 할 수 있다. 요구가 서버간에 분산됨에 따라, 확장성이 증가하고 있다. 결론적으로, 전체 캐시 크기는 요구된 객체가 캐시 서버 중 하나에서 발견될 수 있을 만큼 매우 크다.
캐시 서버가 협동함에 따라, 캐시 미스(cache miss)에 기인하여 국부적으로 서비스될 수 없는 요구는 요구된 객체를 저장하는 별도 다른 캐시 서버로 전송될 수 있다. 그 결과, 캐시 서버로 올 수 있는 요구는 직접 요구 및 전송 요구의 2 가지 종류로 분류할 수 있다. 직접 요구는 클라이언트로부터 직접 수신되는 요구이고, 전송 요구는 캐시 서버의 캐시 미스에 기인하여 클라이언트를 대신하여 다른 협동 캐시 서버로부터 올 수 있는 요구이다. 캐시 서버간에 요구가 전송됨에 따라, 캐시 서버는 대다수 클라이언트가 캐시 서버 간에 불균형한 작업 부하를 생성하면서 동시에 관심을 가지는 수요 과잉(또는 과열) 객체를 포함할 경우 쉽게 과부하될 수 있다. 이 불균형 작업 부하는 대다수 캐시 서버가 그 캐시 서버로 전송된 요구에 응답하도록 과부하 캐시 서버를 함께 대기하는 성능 병목 현상이 일어날 수 있다. 그러므로, 프록시 캐시 서버 집단간에 동적으로 부하 조정을 수행할 방법이 필요하다. 본 발명은 이러한 필요성에 도달할 수 있다.
부하 조정은 통상 캐시 서버 간에 들어오는 직접 요구를 균형적으로 분산하는 프론트-엔드 스케쥴러에 의해 수행된다. 예컨대, 부하 조정은 맵핑 테이블 예컨대, 선 마이크로시스템의 NETRATM프록시 캐시("프록시 캐시 서버, 제품 개요", 화이트 페이퍼, 선 마이크로시스템, http://www.sun.com/)를 조작함으로써 DNS 레벨에서 수행될 수 있다. 또한, 서버 클러스터간의 부하 조정은 프론트-엔드 라우터 예컨대, IBM 사에 의해 제공된 NETDISPATCHERTM(예컨대, G. Goldszmidt 및 G. Hunt, "NETDISPATCHERTM: IBM Research Report, RC 20853, May 1997)으로 수행될 수 있다. 본 명세서에서, 인입 요구는 NETDISPATCHERTM에 의해 클러스터에서 최소한의 부하 서버로 분배된다. 그러나, 이러한 종래의 해결 방법은 "직접 요구"만으로 분배하고 동일한 프록시 서버로 동시에 전송될 과열 객체에 대한 과도한 요구로부터 발생하는 부하 불균형 문제에 접근할 수 없다. 본 발명은 이러한 필요성에 접근할 수 있다.
협동 캐시 또는 원격 캐시는 시스템 성능을 개선하는 분산된 파일 시스템에서 사용될 수 있다("협동 캐시 : 원격 리모트 메모리를 사용한 파일 시스템 성능 개선", M.D. Dahlin et al.. Proc. of 1st Symp. on the Operating Systems Design and Imprementation, pp. 1-14, 1994). 본 명세서에서, LAN에 분산된 워크스테이션 집단의 파일 캐시는 전체 파일 캐시를 좀더 효율적으로 형성하도록 조정된다. 각각의 워크스테이션 캐시는 국부 요구에 의해 참조되는 객체이고 원격 워크스테이션으로부터 요구에 의해 참조될 수 있는 객체이다. 로컬 캐시 미스일 때, 로컬 요구는 발견된 경우 복사본을 획득할 수 있는 다른 클라이언트 워크스테이션으로 전송될 수 있다. 한편, 객체는 객체 서버로부터 획득된다. 본 명세서에서는 업데이트에 직면하여 캐시 코히어런시를 유지하는 방법과 국부적으로 대체 객체를 다른 별도의워크스테이션의 캐시 메모리로 이동함으로써 캐시 히트 비율을 유지하는 방법이 주로 강조되어 설명되고 있다. 여기에는 다이나믹 조정이 없다.
또한, 협동 캐시는 억세스 시간이 감소하는 프록시 서버 집단에서 사용하고 있다. 캐시 미스될 때, WAN을 통해 잠정적으로 발신 웹 서버로 직접 가는 대신에 캐시 서버는 LAN 또는 지역 네트워크의 협동 캐시 서버로부터 객체를 획득하는 요구를 전송할 수 있다. 예컨대, SQUID 시스템에서 로컬 캐시 미스될 때, 캐시 서버는 요구(인터넷 캐시 프로토콜(ICP)를 사용))를 다른 캐시 서버 집합으로 멀티캐스트한다("Squid Internet Object Cache", D. Wessels et al., http://squid.nlanr.net/). 이 캐시가 요구 객체를 포함하는 경우, 이들 협동 캐시 서버는 표지한 메시지로 응답한다. 이 후 요구 객체는 인터넷의 발신 웹 서버 대신에 요구에 먼저 응답하는 협동 캐시 서버로부터 획득될 수 있다. 그러나, 시간이 경과한 후에 응답하는 경우가 없다면, 요구 객체는 발신 웹 서버로부터 도달된다. 부하 불균형은 전송 요구에 기초하여 캐시 서버에서 발생할 수 있다.
멀티캐스팅 대신에, CRISP 시스템은 다른 별도의 프록시 서버에 캐시된 객체에 배치하도록 논리 중앙 디렉토리를 사용한다("Directory Structures for Scaleable Internet Caches", S. Gadde et al., Technical report CS-1997-18, Dept. of Computer Science, Duke University, 1997). 본 명세서에서, 캐시 미스될 때, 캐시 서버는 객체에 대한 디렉토리 서버를 문의한다. 캐시 객체 스토리지의 중앙 지식으로, 디렉토리 서버는 캐시가 객체를 포함하는 서버로 이 요구를 전송한다. 발견된 경우, 객체는 요구 서버로 전송함과 동시에 발신 서버가 객체를 계속캐시한다. 캐시가 요구된 객체의 복사본을 가지고 있지 않은 경우, 요구 서버는 인터넷(잠정적으로는 WAN)을 통해 발신 웹 서버로부터 객체를 획득한다. 또한, 이것은 이 캐시 서버에 전송된 차후의 요구에 기초하여 캐시 서버에서 부하 불균형을 일으킬 수 있다.
또 다른 방법은 해시 함수를 통해 협동 캐시 서버에 객체를 배치한다. 그 예는 캐시 어레이 라우팅 프로토콜(CARP)이다(V. Valloppillil and K.W. Ross, "Cache Array Routing Protocol v1.0", Internet Draft, http://ircache.nlanr.net/Cache/ICP/draft-vinod-carp-v1-03.txt, Feb. 1998). CARP에서, 전 객체 공간은 각각의 캐시 서버에 대한 하나의 분할로 협동 캐시 서버간에 분할된다. 요구가 구성된 클라이언트 브라우저로부터 캐시 서버에 의해 수신된 경우, 해시 함수는 분할을 식별하기 위해 요구 예컨대, URL 또는 목적지 IP 어드레스로부터 키에 공급된다. 해시 분할이 요구 캐시 서버를 할당하는 경우, 식별된 분할에서 적합한 캐시 서버로 전송된다.
SQUID, CRISP 및 CARP는 미스된(missed) 객체에 대해 WAN을 통해 진행할 가능성이 감소하도록 다른 프록시 서버의 캐시를 사용한다. 캐시가 요구된 객체의 복사본을 포함할 수 있는 협동 캐시 서버를 배치하는 메카니즘이 다르다. 각각의 캐시 서버는 직접 요구 및 전송 요구의 2가지 종류의 요구를 서비스한다. 직접 요구는 프록시 서버에 연결된 브라우저로부터 직접 만들어지고, 전송 요구는 캐시가 요구 객체를 가지지 않는 협동 캐시 서버에 의해 만들어진다. 이 경우, 주어진 순간에서 프록시 서버 캐시의 객체 형태에 의존하여, CPU는 직접 요구 및 전송 요구 모두를 서비스하기 때문에 과부하될 수 있다.
본 발명은 협동(cooperating) 캐시 서버간의 부하(load) 조정에 관한 것으로, 특히 협동 캐시 서버로부터 전송된 요구가 부하 조건 및 빈도에 기초하여 부하를 조정하는 것에 관한 것이다.
본 발명의 특성, 구조 및 장점은 후술하는 실시예, 추가 청구항 및 첨부된 도면을 참조하여 더 명백히 이해될 수 있다.
도 1a는 본 발명에 따른 중앙 부하 조정 논리가 적용되는 프록시 캐시 서버의 집단에 사용하는 시스템의 일례를 나타내는 블럭도.
도 1b는 본 발명에 따른 분산 부하 조정 논리가 적용되는 프록시 캐시 서버의 집단에 사용하는 시스템의 다른 일례를 나타내는 블럭도.
도 2a 및 도 2b는 도 1a 및 도 1b에 도시하고 있는 부하 모니터에 의해 유지될 수 있는 2개 테이블에 대한 데이타 포맷의 일례를 나타내는 도면.
도 3은 캐시 미스때문에 캐시 서버로부터 요구에 응답하여 부하 모니터에 대한 일례를 나타내는 논리 흐름도.
도 4는 객체에 대한 요구에 응답하여 캐시 서버에 대한 일례를 나타내는 논리 흐름도.
전술한 필요성에 따라 본 발명은 캐시 서버 부하 조정 방법으로서, 협동 캐시 서버의 객체에 대한 캐시 미스에 응답하여 상기 협동 캐시 서버로부터 전송 요구를 수신하는 단계와, 상기 객체에 대한 부하 조건 및 전송 빈도에 기초하여 상기 협동 캐시 서버간의 객체에 대한 상기 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계를 포함하는 방법을 제공하고 있다.
본 발명의 다른 특징은 각 캐시 서버가 직접 요구 및 전송 요구를 수신하는 협동 캐시 서버의 수집에서 캐시 미스가 있을 때 요구가 상기 객체를 캐시하는 소유 캐시 서버로 전송될 수 있는 부하 조정 방법으로서, 상기 협동 캐시 서버에 대한 부하 조건 및 전송 빈도를 모니터하는 단계와, 상기 부하 조건 및 상기 전송 빈도의 변화에 기초하여 하나의 협동 캐시 서버로부터 다른 협동 캐시 서버로 하나 이상의 전 송 요구를 시프트하는 단계를 포함하는 방법을 제공하고 있다.
예컨대, 협동 프록시 캐시 서버의 집단을 포함하는 시스템에서, 요구는 요구된 객체가 국부적으로 찾을 수 없는 경우 다른 협동 서버로 전송될 수 있다. 인터넷을 통한 발신 웹 서버로부터 객체를 불러오는 대신에. 캐시 서버는 근거리 통신망(LAN) 또는 인트라넷에서 협동 캐시 서버로부터 복사본을 획득할 수 있다. 객체에 억세스하기 위한 평균 응답 시간은 협동 캐시 서버에 의해 크게 개선될 수 있다. 그러나, 레퍼런스 스큐(reference skew)에 기초하여, 일부 객체는 모든 클라이언트에 의해 수요 과잉 상태가 될 수 있다. 그 결과, 과열 객체를 포함하는 프록시서버는 성능 병목 현상을 생성하는 다른 프록시 캐시 서버로부터 오는 전송 요구에 의해 과부하될 수 있다. 본 발명에 따라, 과부하된 캐시 서버로부터 저부하된 캐시 서버로 전송 요구의 일부 또는 모두를 시프트함으로써 협동 프록시 캐시 서버의 집단에 대한 부하 조정 방법을 제안한다.
본 발명에 따른 캐시 서버 부하 조정 방법의 실시예는 협동 캐시 서버의 객체에 대한 캐시 미스에 응답하여 상기 협동 캐시 서버로부터 전송 요구를 수신하는 단계와, 상기 객체에 대한 부하 조건 및 전송 빈도에 기초하여 상기 협동 캐시 서버간의 객체에 대한 상기 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계를 포함한다.
또한, 본 발명은 소유 캐시 서버의 부하 조건 및 전송 빈도를 주기적으로 모니터하고, 모니터에 응답하여 소유 캐시 서버로부터 하나 이상의 협동 캐시 서버로 캐시 객체에 대한 하나 이상의 순차 전송 요구를 사전에 시프트하는 특성을 포함한다. 다른 예시로, 상기 시프트 단계는 전송 요구의 수령에 응답하여 부하 조건 및 전송 빈도를 대조하는 단계를 더 포함한다. 그 일례로, 협동 캐시 서버의 부하 조건은 상기 협동 캐시 서버로의 상기 전송 요구수와 직접 요구수의 가중합이다. 또 다른 예로, 캐시 정보는 각 객체 레벨 또는 객체 레벨의 분할에서 유지된다.
본 발명의 실시예는 중앙 및 분산 환경 모두와 여러가지 혼합형을 포함하는 부하 조정을 수행하기 위한 여러 가지 실시예를 포함하고 있다. 분산된 부하 모니터는 상기 각각의 협동 캐시 서버의 캐시 객체에 대한 로컬 부하 조건, 전송 빈도 및 소유권 정보를 모니터하고 유지하기 위해 사용될 수 있다. 상기 협동 캐시 서버는 하나 이상의 부하 조건 정보, 전송 빈도 및 소유권 정보를 주기적으로 교환하고유지할 수 있다. 예컨대, 상기 협동 캐시 서버는 하나 이상의 부하 조건 정보, 전송 빈도 및 소유권 정보를 피키배킹(piggybacking)함으로써 하나 이상의 전송 요구 및 응답과 정보를 교환할 수 있다.
또 다른 예로, 과부하된 협동 캐시 서버는 저부하된 협동 캐시 서버를 식별하고 캐시된 객체의 시프트 요구 및 복사본과 상기 저부하된 협동 캐시 서버(이후 객체를 캐시하는)를 통신함으로써, 객체에 대한 순차 요구는 전송되지 않는다. 다른 예로, 과부하된 협동 캐시 서버는 시프트 요구와 저부하된 협동 캐시 서버를 통신한 다음, 시프트 요구에 응답하여 발신 객체 서버로부터 객체의 복사본을 획득한다. 또 다른 예로, 소유 캐시 서버는 시프트 요구 메시지를 하나 이상의 다른 협동 캐시 서버로 멀티캐스팅하여 차후의 전송 요구는 시프트된다.
본 발명의 완전한 분산 실시예로, 협동 캐시 서버는 모니터링 및 국부적으로 부하 조건을 유지하기 위한 분산 부하 모니터를 포함하고, 또 캐시 테이블의 로컬 복사본 또는 해시 함수에 의하여 전송 빈도 및 소유권 정보를 유지할 수 있다.
본 발명의 실시예는 객체에 대한 소유권을 적어도 2개의 협동 캐시 서버간의 공유 소유권으로 수정하고 상기 협동 캐시 서버가 차후의 객체 요구를 상기 객체의 하나 이상의 저부하 공유 소유자에게 전송하기 위한 다른 특성을 포함한다. 공유 객체에 대한 부하 조건의 감소가 검출되는 경우, 공유 소유권은 부하 조건의 감소에 응답하여 병합될 수 있다.
다른 예로, 부하 조건 및 전송 빈도에 기초하여 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계는 소유 캐시 서버로부터 상기 하나 이상의 협동 캐시 서버와 통신함으로써 완료되어, 차후의 요구는 전송되지 않는다(객체가 수령자의 캐시에서 유지되는 한).
본 발명의 실시예에 따른 중앙 환경의 실시예는 전송 빈도를 유지하기 위한 중앙 논리 부하 모니터와 협동 캐시 서버에 대한 부하 조건을 포함한다. 이 부하 모니터는 캐시 서버의 부하를 모니터하기 위한 부하 테이블과 전송 빈도 및 배치 객체를 모니터하기 위한 캐시 테이블(또는 해시 함수)를 유지하기 위한 논리 디렉토리 서버를 포함한다. 이 디렉토리 서버는 국부적으로 미스된 객체에 대한 다른 캐시 서버에서 객체 위치에 대한 요구와 국부적으로 미스된 객체에 대한 전송 요구를 수신한다. 이 디렉토리 서버 부하는 객체 위치에 대한 요구에 응답하여 부하 및 소정 객체에 대한 전송 빈도에 기초하여 캐시 테이블을 조작함으로써 협동 캐시 서버간의 요구를 조정한다.
본 발명의 부하 조정 로직에 대한 실시예는 중앙 및 분산 아키텍쳐 모두에 대해 설명한다. 도 1a는 본 발명에 따른 중앙 부하 조정 논리가 적용되는 프록시 캐시 서버의 집단에 사용하는 시스템의 일례를 나타내는 블럭도이다. 도시한 바와 같이, 시스템은 프록시 캐시 서버(150)의 집단을 포함하고 있다. 캐시 서버의 단일 레벨만을 도시하고 있더라도, 캐시 서버(150)의 계층(hierarchy)을 사용할 수 있다. 종래와 같이, 이들 프록시 캐시 서버는 근거리 통신망(LAN), 지역 네트워크 또는 인트라넷(140)을 통해 서로 연결된다. 또한, 각각의 캐시 서버(150)는 광역 네트워크(WAN) 또는 인터넷(110)에 연결된다. WAN을 통하여, 이들 프록시 캐시 서버는 그 자신의 소유 캐시를 국부적으로 발견할 수 없는 객체에 대한 발신 웹 서버(115)에 도달할 수 있다.
본 발명에 따른 논리 부하 모니터(120)는 부하 조건 및 협동 캐시 서버(150)의 전송 빈도(도 2a)를 모니터하기 위한 부하 조정 로직(130)을 포함하고 그들에 대해 부하 조정을 한다. 전술한 바와 같이, 다양한 부하 모니터(120)는 하나 이상의 캐시 서버에 상주하거나 캐시 서버간에 복제하고 분산하거나 다른 전용 시스템 예컨대, 퍼스널 컴퓨터(PC) 서버 또는 워크스테이션에 상주할 수 있는 특성을 가진다. 중앙 시스템 구성에서, 부하 모니터(120)는 전송 요구(125)를 캐시 서버로 지향할 때 중앙 디렉토리 기능을 수행할 수 있다. 하나 이상의 브라우저(160)는 각 캐시 서버(150)에 연결하도록 구성될 수 있다. 직접 요구(155)는 클라이언트 예컨대, 종래의 브라우저(160)를 구성된 캐시 서버(150)로 운영하는 컴퓨터로부터 전송된다. 요구 객체가 국부적으로 발견된 경우, 브라우저로 복귀된다. 한편, 캐시 서버(150)는 부하 모니터(120)와 메시지를 통신한다. 부하 모니터(120)의 다양한 실시예는 후술된다. 부하 불균형 조건 또는 트렌드 출구가 없는 경우, 부하 모니터(120)는 요구된 객체를 소유하는 캐시 서버(150)로 요구(125)를 전송한다. 소유 캐시 서버는 이 후 요구 객체를 예컨대, LAN(140)을 통해 요구 캐시 서버로 전송한다.
실제의 부하 불균형이 식별되거나 부하 추세에 기초하여 예측되는 경우, 부하 모니터(120)는 과부하된 캐시 서버로부터 하나 이상의 과소부하된 (또는 저부하된) 서버로 전송 요구의 시프팅을 개시한다. 후술하는 바와 같이, 소유의 시프트는 서버의 부하 조건 및 전송 빈도 및 다른 요소의 부하 조건에 기초할 수 있다.
도 2a 및 도 2b는 부하 모니터에 의해 유지될 수 있는 2개 테이블에 대한 데이타 포맷의 일례를 나타내는 도면이다. 도시한 바와 같이, 이 테이블은 부하 테이블(102) 및 캐시 테이블(101)을 포함한다. 당해 기술 분야의 전문가는 단일 테이블 또는 다양한 다른 데이타 구조가 대안으로 또는 동등하게 사용될 수 있다는 것을 이해할 수 있다. 부하 테이블(102)은 각각의 캐시 서버(150)(A,B,C...1022)의 부하 조건을 포함하여 과부하된 서버 및 과소부하된 서버가 식별될 수 있다. 종래와 같이, 부하 조건(1021)은 각 캐시 서버를 탐침함으로써 주기적으로 업데이트될 수 있다. 캐시 서버의 부하는 전송 요구수와 직접 요구수의 가중합일 수 있다. 과부하된 캐시 서버(150)는 종래의 기술로 식별할 수 있고 예컨대, 부하 모니터가 과거 간격에서 모든 프록시 캐시 서버의 평균 부하를 계산할 수 있다. 과부하된 캐시 서버는 평균 부하의 임계값을 초과하는 부하들로 구성할 수 있다. 본 발명의 실시예에 따라, 부하 조정은 과부하의 양 및 캐시된 객체의 전송 빈도(1011)에 기초한 부하를 고려한다. 이 방법에서, 부하 모니터는 과부하된 캐시 서버 C 10213으로부터 과소부하된 서버 A 10211로 일부 또는 모든 전송 요구를 계속 시프트할 지 여부에 대해 결정할 수 있다. 캐시 테이블(1010)은 객체의 전송 빈도(1011) 및 소유권 정보(1012) 또는 객체의 분할을 포함한다. 전술한 바와 같이, 이 소유권은 A 10211에서 처럼 단일하거나 2개 이상의 협동 캐시 서버간에 공유(10121, 10123)될 수 있다. 전송 빈도(1011)는 부하 모니터를 통해 전송되는 객체에 대한 요구 회수를 나타낸다. 또, 전송 빈도(1011)이외에도, 캐시 테이블(101)은 객체에 대한 요구가 전송된 가장 최근 시간을 나타내는 시간 소인(timestamp)(1013)을 유지한다. 또한, 객체에 대한 캐시 정보 또는 분할(1010)은 부하 모니터(120)를 통한 객체 ID 또는 분할 ID(1010)에 대해 소정의 주기에 대한 전송 빈도(카운트/시간)를 포함할 수 있다. 객체 분할(1010)은 다른 예로 객체 식별자의 해시 함수에 기초할 수 있거나 웹 서버에 의해 조직된 객체인 디렉토리 구조에 기초할 수 있다. 분할의 경우, 분할에 속하는 객체는 부하 모니터에 의해 전송된다. 소유의 시프트는 서버의 부하 조건, 전송 빈도(1011) 및 다른 정보 예컨대, 시간 소인 정보를 기초할 수 있다.
도 3은 캐시 미스때문에 캐시 서버로부터 요구에 응답하여 부하 모니터에 대한 일례를 나타내는 논리 흐름도이다. 도시한 바와 같이, 단계 201에서 요구된 객체/분할이 캐시 테이블에서 발견될 수 있는 경우를 알 수 있도록 대조한다. 그렇지 않으면, 단계 202에서 새로운 엔트리가 객체/분할에 대해 생성되고 캐시 서버는 소유자로서 할당된다. 단계 203에서 엔트리가 캐시 테이블에 배치된 후, 전송 빈도(1011)는 업데이트 예컨대, 하나씩 증가된다. 이후 부하 모니터는 단계 204에서 소유자가 현재 과부하된지 여부를 알 수 있도록 부하 테이블(102)을 조사한다(전송 빈도(1011)가 주요한 기여자). 만일 예라면, 단계 205에서 부하모니터는 과소부하(또는 저부하된) 캐시 서버를 찾고 요구된 객체의 새로운 (또는 공유된) 소유자(10122)로서 할당한다. 따라서, 캐시 테이블(101)에서 객체에 대한 소유권 정보(1012)는 업데이트된다. 당해 기술 분야의 전문가는 논리 흐름이 캐시 테이블(101)에서 공유(10123) 또는 계층적인 소유권(1012) 또는 사용된 다른 데이타 구조를 포함하는 것을 이해할 수 있다. 이후 요구(가능하다면 요구된 객체의 복사본)는 단계 206에서 새로운 단독 소유자(10122)(또는 공유 10123)로 전송될 수 있다. 다른 예로, 새로운 소유자는 예컨대 인터넷(110)을 통해 발신 객체 서버로부터 객체 복사본을 획득(115)하도록 요구할 수 있다. 당해 기술 분야의 전문가는 부하 대조 단계(204)가 소정의 객체 ID/분할 ID(1010) 및 캐시 서버(소유 1012)에 대해 즉, 식별된 과부하 추세 또는 과소부하 추세(1021) - 고전송 빈도(1011)의 최소 비율-에 응답하여 또는 주기적으로 사전에 수행될 수 있다. 그렇게 되면, 단계 205에서, 부하 모니터는 과소부하된(또는 저부하된) 캐시 서버를 찾고, 요구된 객체의새로운(또는 공유) 소유자로서 할당되고, 전술한 새로운(또는 공유) 소유자에게 객체의 복사본을 전송한다. 반대로, 단계 208에서 공유 소유권 모델이 사용된 경우, 공유 소유권 객체(p10101)에 대한 부하 조건(10211) 및 전송 빈도(10111)가 단계 209에서 소정의 임계값 이하로 감소할 경우, 공유 소유권(B, A 10121)는 또하나의 과열 객체를 만들 여지가 있는 캐시 서버 A 10121 중 하나로부터 제거된 복사본 중 하나와 단일 소유에 병합될 수 있다.
도 4는 객체에 대한 요구가 브라우저(160)로부터 직접 수신되거나 부하 모니터(120)로부터 전송(125)된 경우, 캐시 서버에 대한 일례를 나타내는 논리 흐름도이다. 도시된 바와 같이, 단계 301에서 요구된 객체가 캐시에서 발견될 수 있는 지 여부를 알 수 있도록 먼저 대조한다. 만일 예라면, 단계 302에서 객체 및 프로세스 말단(단계 306)에 복귀한다. 한편, 단계 303에서, 요구가 직접 요구 또는 전송 요구인지 여부를 알 수 있도록 대조한다. 직접 요구인 경우, 단계 304에서 요구는 부하 모니터 및 프로세스 말단(단계 306)에 전송된다. 한편, 객체가 전송 요구인 경우, 단계 306에서 캐시 서버는 발신 웹 서버로부터 객체를 가져오고 객체를 복귀한다. 이 프로세스는 단계 306에서 종결된다.
도 1a, 도 2a 및 도 2b를 참조하면, 캐시 서버 C 10223에 연결되는 브라우저(160)는 객체 p 10101을 요구한다. 캐시 테이블(101)로부터, 객체 p 10101가 서버 C에 캐시되지 않고 캐시 서버 B에 캐시("소유")된다(B를 가정하면, A 10121이 초기에 B로 명명된다). 객체 p의 캐시 미스에 응답하여, 서버 C 10223은 요구를 객체 p에 대한 부하 모니터(120)에 전송한다. 서버 B의 p10101에 대한 요구의 부하 조건(10212) 및 전송 빈도(1011)에 의존하면, 부하 모니터는 객체 p의 복사본을 서버 C로 전송하도록 문의하면서 요구를 서버 B로 전송할 수 있다. 또는, 서버 B가 현재 과부하되거나 그러한 추세라면, 부하 모니터는 객체 p의 새로운 소유자(또는 B, A 10121)로서 제공된 과소부하(또는 저부하)를 찾음으로써 전송 요구를 시프트할 수 있다. 요구는 이 후 객체에 대한 새로운(또는 공유 예컨대, A) 소유 서버로 전송된다. 소유권의 이전 후에, 객체 p의 복사본은 서버 B의 캐시에 있고, 서버 B로 오는 직접 요구를 제공할 수 있다. 그러나, 이 예에서 객체 p에 대한 모든 미래 전송 요구(또는 공유 소유권인 경우 아마도 일부)는 서버 A로 시프트된다. 다른 예로, 공유 소유권 B,A 10121의 경우, 객체 p 10101에 대한 미래 전송 요구는 과소부하된 서버로 전송될 수 있다.
본 발명에 따른 부하 조정 방법은 다양한 예로 고려되고 논리 중앙 디렉토리가 객체를 배치하기 위해 사용되는 프록시 캐시 서버에 대해 설명하고 있다. 본 발명은 이 시스템에 대한 부하 조정을 달성하도록 응용할 수 있다.
예컨대, 본 발명은 각 캐시 서버(150)가 국부적으로 미스된 객체를 배치하도록 협동 캐시 서버의 리스트로 멀티캐스트하는 협동 프록시 캐시 서버의 집단에 대한 부하 조정을 수행하도록 구성될 수 있다. 이 경우, 특정한 소유권 정보는 시스템의 어디에도 유지될 필요성은 없다. 그러나, 협동 캐시 서버로부터 객체를 발견할 보장은 없다. 논리 부하 모니터(120)는 모든 프록시 캐시 서버의 부하 조건(1021)유지하고 이 정보를 각 캐시 서버(150)와 공유하도록 사용된다고 가정하자. 부하 조정은 캐시 서버가 요구(또는 시프트 요구라 칭함)를 멀티캐스트하는 협동 서버의 리스트로부터 과부하된 서버를 제거함으로써 달성될 수 있다. 결과적으로, 저부하된 캐시 서버는 전송 요구(125)를 수신한다.
또 다른 예는 해시 함수가 국부적으로 미스된 객체의 복사본을 배치하는데 사용된 협동 프록시 캐시 서버의 집단에 대한 부하 조정 방법이다. 이 경우, 객체 스페이스는 각각의 캐시 서버에 대한 하나의 분할로 협동 프록시 캐시 서버(150)간에 분할될 수 있다. 전송 요구를 시프트함으로써 부하 조정을 달성하기 위해, 하나는 해시 함수로 변경하여 전송 요구가 과부하된 서버로 진행하지 않을 수 있다. 하나의 바람직한 해결 방법은 객체 스페이스를 프록시 캐시 서버의 총수보다 큰 다수의 버켓(bucket)으로 해시하는 것이다. 이들 해시 버켓은 이 후 그들간에 부하를 조정할 목적으로 캐시 서버로 할당된다. 주기적으로, 하나는 하나의 고부하된 서버로부터 과소부하된 서버로 해시 함수를 변경하여 하나 이상의 해시 버켓을 이동할 수 있다.
양측의 경우, 협동 캐시 서버의 부하 조건은 전송 빈도에서 요소를 계산된 부하 조건으로 할 수 있다. 예컨대, 부하 조건은 상기 전송 요구수와 상기 협동 캐시 서버로의 직접 요구수와의 가중합일 수 있다. 다른 예로, 부하 모니터는 각각의 협동 캐시 서버에 대한 전체 전송 빈도를 별도로 유지할 수 있다.
도 1a, 도 2a 및 도 2b를 참조하면, 다른 실시예는 분산된 부하 모니터 즉, 일부 또는 모든 부하 모니터가 캐시 서버(150) 양단에 중복된다. 그 일례로, 분산 부하 모니터는 협동 캐시 서버(150)의 로컬 부하 조건 정보(1021)(후술한 바와 같이, 모든 부하 조건 (A,B,C,...1022)일 수 있음)을 포함한다. 또한, 분산 부하 모니터는 캐시 테이블(101)에 각 객체 ID/분할 ID 1010에 대한 전송 빈도(1011) 및 소유권(1012) 정보를 포함하는 것이 바람직하다. 다른 예로, 전술한 예에서 해시 함수는 캐시 서버에서 분산되고 저장된다. 부하 조건 정보(1021) 및/또는 캐시 정보(101)는 상태 변경이 된 경우(부하 조건에서 소유 또는 의미 변경)나 캐시 전송 정보 및 응답으로 피기백된 경우 주기적으로 교환될 수 있다.
본 명세서에서 캐시 서버(150)가 캐시 미스인 경우, 로컬 부하 모니터(120')는 로컬 캐시 테이블(101)의 요구 객체의 소유권을 조사하고 요구를 소유 캐시 서버로 전송한다. 다른 예로, 해시 함수는 분할을 식별하기 위해 요구 예컨대, URL 또는 목적지 IP 어드레스로부터 키를 공급하고, 요구는 정확한 캐시 서버로 전송된다. 전송 요구(즉, 캐시 미스를 가진 캐시 서버로부터)가 수신된 경우, 소유 캐시 서버는 전송된 요구에 따라 식별하고(클라이언트 반대편의 다른 캐시 서버로부터 식별함으로써), 전송 빈도(1011) 정보를 업데이트하는 응용을 할 수 있다. 과부하 추세 또는 조건이 표지된 경우(단계 204), 소유 캐시 서버는 시프트 요구 및 캐시 객체의 복사본을 가진 요구 캐시 서버에 응답할 수 있다. 대안으로, 요구 캐시 서버는 인트라넷, WAN 또는 인터넷(110)을 통해 발신 객체 서버로부터 복사본을 획득할 수 있다. 양 경우, 전송 서버가 객체의 복사본을 캐시한 경우, 이 서버는 캐시에서 유지되는 한 전송 요구(단계 301, 302)를 더 이상 발행하지 않음에 따라 소유 서버의 부하를 비례적으로 감소한다. 또한, 소유 캐시 서버는 하나 이상의 다른 협동 캐시 서버(150)에 시프트 요구 메시지를 멀티캐스트하여, 차후의 전송 요구는 예컨대, 캐시 테이블의 로컬 복사본을 업데이트하거나 해시 함수(단계 205)를 수정함으로써 시프트된다. 이 시점에서, 다른 캐시 서버는 캐시 테이블(101)의 로컬 복사본에 표지된 바와 같이 새로운 소유자(또는 소유권이 공유인 경우 2개 이상의 캐시 서버(150)의 최소 부하된 소유자)에게 요구를 전송할 수 있다. 발신 캐시 소유자의 부하가 수용 레벨(단계 204)로 감소하는 경우, 예컨대, 임계값으로 표지된 경우, 공유 소유권 정보는 발신 상태에 병합될 수 있다(예컨대, B,A 10121-->B).
모든 캐시 서버(A,B,C ... 1022)에 대한 부하 조건 정보(1021)가 완전히 분산된 경우, 요구 캐시 서버는 소유 서버(단계 204)의 부하 조건을 사전에 즉, 요구 전송 전에 대조할 수 있다. 과부하된 경우, 요구 서버는 소유 서버(또는 인트라넷 또는 인터넷(110)을 통한 발신 서버로부터)로부터 객체의 복사본 및 부하 조건 확인을 요구할 수 있다. 소유 캐시 서버는 캐시 테이블(101)을 업데이트하거나 새로운 공유 소유권을 표지하기 위해 해시 함수를 수정할 수 있다(단계 205). 요구 서버(또는 소유 서버)는 객체의 새로운 공유를 표지하는 모든 다른 캐시 서버(150)으로 메시지를 멀티캐스트하고 업데이트된 부하 조건을 포함할 수 있다. 이 시점에, 다른 캐시 서버는 캐시 테이블(101)을 업데이트하거나 새로운 공유 소유권을 표지하기 위해 해시 함수를 수정하거나(단계202), 캐시 테이블(101)의 로컬 복사본에서 표지한 바와 같이 2개 이상의 캐시 서버(150) 공유 소유권의 최소한 부하된 소유자로 요구(단계 206)을 전송할 수 있다. 공유 캐시 소유자의 부하가 수용 레벨(단계 204 및 단계 208)로 감소되는 경우, 예컨대 임계값에 의해 표지된 바와 같이, 소유권 정보는 단계 209에서 발신 상태로 병합될 수 있다.
본 발명의 바람직한 실시예는 예컨대, 중앙화 모델에서 설명된 바와 같이 부하 모니터를 구현하는 캐시 서버(150) 또는 다른 컴퓨터가 구비한 프로세서(도시 안됨)에 실행하기 위한 컴퓨터 프로그램 제품 또는 프로그램 기억 장치에 실제로 구현된 소프트웨어로서 실행될 수 있는 특징을 포함한다. 예컨대, 인기있는 객체-지향 컴퓨터 실행가능한 코드에서 구현된 소프트웨어 예컨대, JAVA는 상이한 플랫폼 양단으로 이식성을 제공한다. 또, 당해 기술 분야의 당업자는 대다수 다른 컴파일되거나 번역된 과정 지향 프로그램 환경 및/또는 객체 지향(00) 프로그램 환경, REXX, C, C++ 및 스몰토크(Smalltalk) 등이 사용될 수 있음을 알 수 있다.
또한, 당해 기술 분야의 기술적 지식을 가진자는 본 발명의 실시예의 방법이 소프트웨어이거나 자기, 전기, 광학 또는 다른 영속적인 프로그램 및/또는 데이타 기억 장치, 예컨대 자기 디스크, 다이렉트 억세스 스토리지 디바이스(DASD), 버블 메모리, 테이프, 광학 디스크 포맷(예컨대, CD-ROM 및 DVD) 및 다른 영속적인(또한 비휘발성) 스토리지 디바이스(예컨대, 코어, ROM, PROM, 플래시 메모리 또는 배터리 내장 RAM)에 구현될 수 있다. 당해 기술 분야의 기술적 지식을 가진자는 본 발명의 정신 및 범위를 내에서 서버(120')의 메모리에 실현된 하나 이상의 부품은 억세스될 수 있고 디스크(도시안됨), 네트워크 또는 다른 서버를 통해 직접 억세스되고 유지되거나 복수의 서버 양단에 분산될 수 있다.
요약해 보면, 협동 캐시 서버 집단을 포함하는 시스템 예컨대, 프록시 캐시 서버에서 요구는 요구된 객체가 국부적으로 발견될 수 없는 경우 협동 캐시 서버로 전송될 수 있다. 과부하된 조건은 예컨대, 레퍼런스 스큐에 기초하여 일부 객체가 모든 클라이언트 및 캐시 서버에 의해 수요 과잉인 경우, 가열 객체가 전송 요구에기초하여 과부하된 경우를 포함하여 검출된다. 이 응답으로, 부하는 과부하된 캐시 서버로부터 저부하된 캐시 서버로 전송 요구의 일부 또는 전부를 시프트함으로써 조정된다. 중앙 부하 조정 환경 및 분산 부하 조정 환경 모두를 설명했다.
본 발명의 바람직한 실시예를 설명했지만, 당해 기술 분야의 통상의 지식을 가진 자는 후술하는 청구 범위를 벗어나지 않는 다양한 실시예 및 개선안을 만들 수 있다. 이들 청구 범위는 개시된 발명에 대해 적당한 보호 범위를 유지하도록 되어 있다.

Claims (36)

  1. 캐시 서버 부하 조정 방법으로서,
    협동 캐시 서버의 객체에 대한 캐시 미스에 응답하여 상기 협동 캐시 서버로부터 전송 요구를 수신하는 단계와,
    상기 객체에 대한 부하 조건 및 전송 빈도에 기초하여 상기 협동 캐시 서버간의 객체에 대한 하나 이상의 상기 전송 요구를 시프트하는 단계를 포함하는 방법.
  2. 제1항에 있어서, 상기 시프트 단계는 소유 캐시 서버로 주기적으로 부하 조건 및 전송 빈도를 주기적으로 모니터하는 단계와,
    상기 모니터링에 응답하여 상기 소유 캐시 서버로부터 하나 이상의 상기 협동 캐시 서버로 상기 캐시 객체에 대한 하나 이상의 차후 전송 요구를 사전 시프트하는 단계를 더 포함하는 방법.
  3. 제1항 및 제2항에 있어서, 상기 시프트 단계는 상기 전송 요구에 응답하여 상기 부하 조건 및 전송 빈도를 확인하는 단계를 더 포함하는 방법.
  4. 제1항 내지 제3항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 시프트 단계는 상기 객체에 대한 소유권을 2개 이상의 상기 협동 캐시 서버간의 공유 소유권으로 수정하는 단계를 포함하는 방법.
  5. 제4항에 있어서, 상기 부하 조건의 변경에 응답하여 상기 공유 소유권을 병합하는 단계를 더 포함하는 방법.
  6. 제1항 내지 제5항 중 어느 한 항에 있어서, 각각의 협동 캐시 서버에 부하를 국부적으로 모니터하는 단계를 더 포함하는 방법.
  7. 제6항에 있어서, 분산된 부하 모니터는 상기 각각의 협동 캐시 서버의 캐시 객체에 대한 로컬 부하 조건, 전송 빈도 및 소유권 정보를 모니터하고 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  8. 제7항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버는 하나 이상의 부하 조건 정보, 전송 빈도 및 소유권 정보를 주기적으로 교환하고 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  9. 제7항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버는 피키배킹(piggybacking)에 의해 하나 이상의 부하 조건 정보, 전송 빈도 및 소유권 정보를 하나 이상의 전송 요구 및 응답으로 교환하는 단계를 더 포함하는 방법.
  10. 제1항 내지 제9항 중 어느 한 항에 있어서, 전송 요구를 수신하고 전송 빈도를 업데이트하는 단계를 더 포함하는 방법.
  11. 제7항 내지 제10항 중 어느 한 항에 있어서, 저부하 협동 캐시 서버를 식별하는 단계와,
    하나 이상의 시프트 요구 및 캐시 객체의 복사본이 상기 저부하 협동 캐시 서버와 통신하는 단계를 더 포함하는 방법.
  12. 제11항에 있어서, 상기 저부하 협동 캐시 서버가 상기 시프트 요구를 수신하는 단계와,
    상기 저부하 협동 캐시 서버가 상기 시프트 요구에 응답하여 발신(originating) 객체 서버로부터 객체의 복사본을 요구하는 단계를 더 포함하는 방법.
  13. 제11항에 있어서, 상기 복사본은 하나 이상의 인트라넷, WAN 또는 인터넷을 통해 획득되는 것인 방법.
  14. 제1항 내지 제13항 중 어느 한 항에 있어서, 차후의 전송 요구가 시프트되도록 시프트 요구 메시지를 하나 이상의 다른 협동 캐시 서버로 멀티캐스팅하는 단계를 더 포함하는 방법.
  15. 제14항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버가 캐시 테이블의 로컬 복사본 중 하나를 유지하고 해시(hash) 함수를 수정하는 단계와,
    상기 협동 캐시 서버가 소유권 정보를 캐시 테이블의 로컬 복사본 업데이트 및 해시 함수 수정 중 하나로 수정하는 단계를 더 포함하는 방법.
  16. 제15항에 있어서, 객체에 대한 소유권을 적어도 2개의 협동 캐시 서버간의 공유 소유권으로 수정하는 단계와,
    상기 협동 캐시 서버가 차후의 객체 요구를 상기 객체의 하나 이상의 저부하 공유 소유자에게 전송하는 단계를 더 포함하는 방법.
  17. 제16항에 있어서, 공유 객체에 대한 부하 조건의 감소를 검출하는 단계와,
    상기 부하 조건의 감소에 응답하여 공유 소유를 통합하는 단계를 더 포함하는 방법.
  18. 제1항 내지 제17항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계는 소유 캐시 서버로부터 객체의 복사본이 상기 하나 이상의 협동 캐시 서버와 통신하는 단계와,
    상기 협동 캐시 서버가 상기 객체의 복사본을 수신하고 캐시하는 단계를 포함하는 방법.
  19. 제1항 내지 제18항 중 어느 한 항에 있어서, 과거 간격에서 각 캐시 서버의 부하 조건을 계산하는 단계와,
    과거 간격에서 모든 캐시 서버 중 평균 부하를 계산하는 단계와,
    상기 평균 부하의 임계값을 초과하는 캐시 서버를 찾는 단계를 더 포함하는 방법.
  20. 제1항 내지 제19항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버의 부하 조건은 상기 협동 캐시 서버로의 상기 전송 요구수와 직접 요구수의 가중합이 될 수 있는 방법.
  21. 제1항 내지 제20항 중 어느 한 항에 있어서, 하나 이상의 각 객체 레벨 및 객체 레벨의 분할에서 캐시 정보를 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  22. 제21항에 있어서, 상기 객체 레벨 또는 상기 분할의 상기 캐시 정보는 객체와 연관된 전송 정보를 포함하는 방법.
  23. 제22항에 있어서, 분산 부하 모니터가 각각의 캐시 서버의 캐시 객체에 대한 부하 조건, 전송 빈도 및 소유권 정보를 모니터하고 국부적으로 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  24. 제23항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버는 하나 이상의 부하 조건, 전송 빈도 및 소유권 정보를 주기적으로 교환하는 단계를 더 포함하는 방법.
  25. 제22항 내지 제24항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버는 피키배킹(piggybacking)에 의해 하나 이상의 부하 조건 정보, 전송 빈도 및 소유권 정보를 하나 이상의 전송 요구 및 응답과 교환하는 단계를 더 포함하는 방법.
  26. 각 캐시 서버가 직접 요구 및 전송 요구를 수신하는 협동 캐시 서버의 수집에서 캐시 미스가 있을 때 요구가 상기 객체를 캐시하는 소유 캐시 서버로 전송될 수 있는 부하 조정 방법으로서,
    상기 협동 캐시 서버에 대한 부하 조건 및 전송 빈도를 모니터하는 단계와,
    상기 부하 조건 및 상기 전송 빈도의 변화에 기초하여 하나의 협동 캐시 서버로부터 다른 협동 캐시 서버로 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계를 더 포함하는 방법.
  27. 제26항에 있어서, 상기 부하 조건을 모니터하는 단계는
    과거 간격에서 각 캐시 서버의 부하 조건을 계산하는 단계와,
    과거 간격에서 모든 프록시 캐시 서버의 평균 부하를 계산하는 단계와,
    상기 평균 부하의 임계값을 초과하는 상기 프록시 캐시 서버를 찾는 단계를 더 포함하는 방법.
  28. 제26항 또는 제27항에 있어서, 상기 시프트 단계는 상기 협동 캐시 서버로부터 상기 하나 이상의 전송 요구에 응답하여 수행하고 상기 부하 조건 및 상기 전송 빈도를 주기적으로 모니터하는 것인 방법.
  29. 제26항 또는 제27항에 있어서, 중앙 논리 부하 모니터가 상기 협동 캐시 서버에 대한 부하 조건 및 전송 빈도를 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  30. 제26항 내지 제29항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버의 부하 조건은 상기 협동 캐시 서버로의 상기 전송 요구수와 직접 요구수의 가중합이 될 수 있는 방법.
  31. 제26항 내지 제29항 중 어느 한 항에 있어서, 각 객체 레벨 및 객체 레벨의 분할에서 캐시 정보를 유지하는 단계를 더 포함하는 방법.
  32. 제31항에 있어서, 상기 객체 레벨 또는 상기 분할 레벨의 상기 캐시 정보는 상기 객체로 상기 부하 모니터를 통한 요구의 전송 정보를 포함하는 방법.
  33. 제26항 내지 제32항 중 어느 한 항에 있어서, 상기 협동 캐시 서버는 협동 프록시 캐시 서버를 포함하는 방법.
  34. 제26항 내지 제32항 중 어느 한 항에 있어서, 논리 디렉토리 서버가 캐시 테이블 및 부하 테이블을 유지하는 단계와,
    상기 캐시 서버가 국부적으로 미스된 객체에 대한 다른 캐시 서버의 객체 위치에 대한 상기 디렉토리 서버를 조사하는 단계와,
    상기 디렉토리 서버가 객체 위치에 대한 요구에 응답하여 상기 캐시 테이블을 조작함으로써 상기 캐시 서버간의 요구를 조정하는 단계를 더 포함하는 방법.
  35. 제29항에 있어서, 각 캐시 서버가 국부적으로 미스된 객체의 복사본을 배치하도록 협동 캐시 서버의 리스트로 멀티캐스팅하는 단계를 더 포함하고,
    멀티캐스팅에 대한 이웃 캐시 서버의 부분 집합으로부터 과부하된 캐시 서버를 제거하는 단계를 포함하는 방법.
  36. 장치에 의해 판독가능한 프로그램 기억 장치로서,
    캐시 서버의 부하를 조정하는 방법을 수행하도록 상기 장치에 의해 프로그램의 명령을 가시적으로 구현하고,
    상기 방법은,
    협동 캐시 서버의 객체에 대한 캐시 미스에 응답하여 상기 협동 캐시 서버로부터 전송 요구를 수신하는 단계와,
    상기 객체에 대한 부하 조건 및 전송 빈도에 기초하여 상기 협동 캐시 서버간의 객체에 대한 상기 하나 이상의 전송 요구를 시프트하는 단계를 포함하는 프로그램 기억 장치.
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