JPH039444A - 分散データ処理システムにおけるアクセス許可方法 - Google Patents

分散データ処理システムにおけるアクセス許可方法

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JPH039444A
JPH039444A JP2123219A JP12321990A JPH039444A JP H039444 A JPH039444 A JP H039444A JP 2123219 A JP2123219 A JP 2123219A JP 12321990 A JP12321990 A JP 12321990A JP H039444 A JPH039444 A JP H039444A
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  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

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 本発明は通信リンクによって接続された複数のデータ処
理システム、更に詳細に説明すれば、これらのデータ処
理システムの１つで実行中のプロセスが他のデータ処理
システムのサービスを利用するための確認及び許可に関
する。
Ｂ、従来技術 第２図に示すように、分散ネットワーク環境１は通信リ
ンク即ちネットワーク３を介して接続された２以上のノ
ードＡ、Ｂ、Ｃがら成る。ネットワーク３はローカル・
エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）又は広域ネットワーク
（ＶＡＮ）のどちらでもよい。
ノードＡ、Ｂ、Ｃのどれにも、ワークステーションのよ
うな処理システムＩＯＡ、ＩＯＢ、１０Ｃがあるかも知
れない、これらの処理システム１０Ａ、１０Ｂ、１０ｃ
の各々は、リモート・ノードにあるファイルをアクセス
するためにネットワーク３を用いる能力があれば、シン
グル・ユーザ・システムでもマルチ・ユーザ・システム
でもよい０例えば、ローカル・ノードＡにある処理シス
テムＩＯＡはリモート・ノードＢ、Ｃにあるファイル５
Ｂ、５Ｃをそれぞれアクセスすることができる。
本明細書では、用語”サー“バー”はファイルを永続的
に記憶する処理システムを表わし、　”クライエント”
はファイルをアクセスするプロセスを有する任意の他の
処理システムを表わすのに用いる。しかしながら、　７
サーバー”は幾つかのローカル・エリア・ネットワーク
・システムで用いるような専用サーバーを意味しない０
本発明を実現する分散サービス・システムは該システム
の種々のノードで実行中の多種多様のアプリケーション
を真に支援し、システムのどこにファイルがあってもア
クセスすることができる分散システムである。
前述のように、以下に説明する発明は通信ネットワーク
内の分散データ処理システムに関するものである。この
環境では、ネットワーク内の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っても、ネットワーク内
の全てのファイルをアクセスすることができる。
分散データ処理システムを支援する他のアプローチも知
られている０例えば、ＩＢＭ′のＡＩＸオペレーティン
グ・システムに関する分散サービスは米国特許出願第０
１４８９７号（１９８７年２月１３日出Ｍ）に開示され
ている。更に、サン・マイクロシステムズはネットワー
ク・ファイル・システム（ＮＦＳ）を発表しており、ベ
ル研究所はリモート・ファイル・システム（ＲＦＳ）を
開発している。サン・マイクロシステムズのＮＦＳは、
Ｓ、、Ｒ，Ｋｌｅｉｍａｎ、ｒＶノード：サンＵＮＩＸ
の多重ファイルシステムの構造（Ｖｎｏｄｅｓ：　Ａｎ
Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　　ｆｏｒ　　Ｍｕｌｔｉｐ
ｌｅ　　Ｆｉｌｅ　　Ｓｙｓｔｅｍ　　丁ｙｐｅｓｉｎ
　Ｓｕｎ　　ＵＮＩＸ）Ｊ　＊会議議事録（Ｃｏｎｆｅ
ｒｅｎｃｅＰｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ）、　ＵＳＥＮＩＸ
　１９８６夏期技術会議及び展示会（Ｓｕｍｍｅｒ　Ｔ
ｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ａｎｄＥｘ
ｈｉｂｉｔｉｏｎ）、　　ｐｐ、　　２３８　−　２４
７；　　Ｒｕ５ｓｅｌ　　Ｓａｎｄｂｅｒｇｅｔ　ａｌ
、、ｒサン・ネットワーク・ファイルシステムの設計及
び実施例（Ｄｅｓｉｇｎ　ａｎｄ　Ｉ＋ｍｐｌｅｍｅｎ
ｔａｔｉｏｎｏｆ　ｔｈｅ　Ｓｕｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　
Ｆｉｌｅｓｙｓｔｅｍ）Ｊ　＃会議議事録（Ｃｏｎｆｅ
ｒｅｎｃｅ　Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ）、　ＵＳＥＮＩ
Ｘ　　１９８５．　ｐｐ。
１１９−１３０；　Ｄａｎ　Ｗａｌｓｈ　ｅｔ　ａｌ、
、　ｒサン・ネットワーク・ファイル・システムの概要
（Ｏｖｅｒｖｉｅｗ　ｏｆｔｈｅ　　Ｓｕｎ　　Ｎｅｔ
ｗｏｒｋ　　Ｆｉｌｅ　　Ｓｙｓｔｅｍ）Ｊ、　　ｐｐ
、１１７　−　１２４；ＪｏＭｅｉ　Ｃｈａｎｇ、　ｒ
ＮＦＳのネットワーク・ロッキング・サービスを提供す
るステータス・モニタ（Ｓｔａｔｕｓ　Ｍｏｎ１ｔｏｒ
　Ｐｒｏｖｉｄｅｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｌｏｃｋｉｎｇ
Ｓｅｒｖｉｃｅ　ｆｏｒ　ＮＦＳ）Ｊ、　ＪｏＭｅｉ　
　Ｃｈａｎｇ、　ｒサンネット（ＳｕｎＮｅｔ）Ｊ、　
ｐｐ、　７１−７５；及びＢｒａｄｌｅｙ　Ｔａｙｌｏ
ｒ。
「サン環境の安全なネットワーキング（ＳｅｃｕｒｅＮ
ｅｔｗｏｒｋｉｎｇ　　ｉｎ　　ｔｈｅ　　Ｓｕｎ　　
Ｅｎｖｉｒｏｎｍｅｎｔ）Ｊ　　、　　ｐｐ、　　２８
−３８を含む一連の刊行物に記載されている。ＡＴＴの
ＲＦＳは、Ａｎｄｒｅｗ　Ｐ、　Ｒｉｆｋｉｎ　ｅｔ　
ａｌ、、ｒＲＦＳ構造概観（ＲＦＳ　Ａｒｃｈｉｔｅｃ
ｔｕｒａｌ　Ｏｖｅｒｖｉｅｗ）Ｊ＊　ＵＳＥＮＩＸ会
議議事録（Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎ
ｇｓ）、Ａｔ１ａｎｔａ。
Ｇｅｏｒｇｉａ　（Ｊｕｎｅ　１９８６）、　ｐｐ、　
ｌ　−１２；　ＲｉｃｈａｒｄＨａｍｉｌｔｏｎ　ｅｔ
　ａｌ、、　ｒリモート・ファイル共有に関する管理者
の考察　（Ａｎ　Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｏｒ’ｓ　Ｖ
ｉｅｗ　ｏｆＲｅ＋＊ｏｔｅ　Ｆｉｌｅ　Ｓｈａｒｉｎ
ｇ）Ｊ、　ｐｐ、１−９；　Ｔｏｍ　Ｈｏｕｇｈｏｎｅ
ｔ　ａｌ、、ｒファイル・システム交換（Ｆｉｌｅ　Ｓ
ｙｓｔｅｍｓＳｗｉｔｃｈ）Ｊ　ｐ　ｐｐ、１−２；及
びＤａｖｉｄ　Ｊ、　０１ａｎｄｅｒ　ａｔａｌ、、　
ｒシステムＶのネットワーキングのフレームワーク　（
Ａ　Ｆｒａｍｅｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｎｅｔｖｏｒｋｉｎ
ｇ　ｉｎ　ＳｙｓｔｅｍＶ）Ｊ　、　ｐｐ、１−８を含
む一連の刊行物に記載されている。
本発明を実現する分散サービス・システムは、それがサ
ン・マイクロシステムズのＮＦＳと区別される１つの特
徴を有する６例えば、サンのアプローチはほぼ状態欠如
のサーバーを設計することになっていたことである。こ
れは、どのクライエントがサーバー・ファイルをオープ
ンさせるか、又はクライエントのプロセスはファイルを
読取り専用モードでオープンさせるか書込みモードでオ
ープンさせるかのような情報を含む、クライエント・ノ
ードに関するいかなる情報もサーバーが記憶しないこと
を意味する。このような実現形態は、クライエントが操
作を誤る、即ちサーバーの資源に対する要求を解除する
ことをサーバーに正しく伝えずにオフラインに移行する
ときに起こる誤り回復の状況を処理する必要がないので
サーバーの設計を平易にする。
本発明を実現する分散サービス・システムの設計では、
全く異なるアプローチが行われた。即ち、分散サービス
・システムは“状態保持の実現”と特徴づけることがで
きる０本明細書に記述されるような”状態保持”のサー
バーはそのファイルを使用しているのは誰か且つ該ファ
イルがどのように使用されているかについての情報を維
持する。
これは、クライエントとの接触の喪失を検出し当該クラ
イエントに関する蓄積された状態情報を破棄できるよう
にする何らかの方法をサーバーが持つことを必要とする
。前記状態情報をサーバーが維持しない限り、本明細書
に記述されるキャッシュ管理方式は実現することができ
ない。
リモート・ノードをアクセスする際に起きる問題は、先
ず、独立型システムがファイルをどのようにアクセスす
るかを調べることにより理解を深めることができる。独
立型システム、例えば第３図に示すノード１０において
、オペレーティング・システム１１にあるローカル・バ
ッファ１２は、永久記憶装置２２）例えばワークステー
ションにあるハード・ファイル又はディスクと、ユーザ
・アドレス空間１４との間で転送されるデータを緩衝記
憶するのに用いられる。オペレーティング・システム１
１にあるローカル・バッファ１２はローカル・キャッシ
ュ又はカーネル・バッファとも呼ばれる。
独立型システムでは、カーネル・バッファ１２は複数の
ブロック１５に分割され、デバイス番号及びデバイス内
の論理ブロック番号によって識別される。第４図のステ
ップ１０１に示すように、読取りシステム・コール１６
が発行されるとき、ファイル５のファイル記述子及びフ
ァイル５内のバイト範囲が一緒に発行される。オペレー
ティング・システム１１はこの情報を取得し、第４図の
ステップ１０２に示すように、それをデバイス番号及び
デバイス内の論理ブロック番号に変換する。
ブロック１０３で、もしブロックがキャッシュ内にある
ならば、ステップ１０５で、キャッシュから直にデータ
が取得される。ステップ１０３で、探索中のブロックを
キャッシュが保持していない場合は、ステップ１０４で
キャッシュにデータを読取り、ステップ１０５で該デー
タをキャッシュから取得する。
ある目的のためにキャッシュ・ブロック１５が必要にな
るまでは、ディスク２から読取られたデータはどれもキ
ャッシュ・ブロック１５に保持される。従って、処理シ
ステム１０上で実行中のアプリケーション４からの任意
の読取り要求は、同じデータが既に読取られている場合
は、ディスク２からではなく、キャッシュ１２から入手
される。
キャッシュからの読取りはディスクからの読取りよりも
ずっと短い時間で済む。
同様に、アプリケーション４から書込まれたデータは直
ちにディスク２に保管されず、キャッシュ１２に書込ま
れる。従って、同じブロックに対してもう１つの書込み
命令が出された場合に、ディスク・アクセスが省かれる
。キャッシュ１２内の変更データ・ブロックは定期的に
ディスク２に保管される。
読取り書込みが連続する場合はディスク・アクセスが省
略されるから、ＡＩＸオペレーティング・システムを利
用する独立型のシステム内のキャッシュの使用は、シス
テム全体のパフォーマンスを改善する。即ち、キャッシ
ュ・アクセスは永久記憶装置アクセスよりも動作が速く
費用が少なくて済むので、総合パフォーマンスは向上す
る。
分散環境では、第２図に示すように、ローカル・ノード
Ｃの処理システム１０Ｃは２つの方法でノードＡからフ
ァイル５Ａを読取ることができる。
１つの方法は、処理システム１０Ｃはファイル５Ａ全体
をコピーし、それがあたかもノードＣに存在しているロ
ーカル・ファイル５Ｃであるかのように読取ることであ
る。このようなファイル読取りは、もし、ノードＣでフ
ァイル５Ａがファイル５Ｃとしてコピーされた後に、処
理システム１０ＡがノードＡでファイル５Ａを変更すれ
ば問題が生じる。処理システムＩＯＣはこれらの最新の
ファイル５Ａの変更のアクセスを取得しない。
処理システムＩＯＣがノードＡのファイル５Ａをアクセ
スするもう１つの方法は、該処理システムがノードＣで
それを必要とする時点で１つのブロック、例えばＮ１を
読取ることである。この方法では、読取りのためファイ
ルが存在するノードＡに行くのに、全てネットワーク通
信リンク３を経由せねばならないことが問題である。連
続読取りで、その都度データを送るのは時間の浪費であ
る。
前述のように、ネットワークを経由するファイル・アク
セスは２つの対抗する問題を生じる。１つの問題は、連
続する読取り及び書込みのためにネットワークを経由し
てデータを転送するのに必要な時間に関連する。他方、
もしネットワーク・トラフィックを減らすためにファイ
ル・データを当該ノードに記憶すれば、該ファイルの完
全性を失うことがある０例えば、もし幾つかのノードの
１つがファイルに書込みしていれば、該ファイルをアク
セスしている他のノードは、書込まれたばかりの最新の
更新データをアクセスできないことがある。従って、ノ
ードは間違った旧式のファイルをアクセスするかも知れ
ないから、ファイルの完全性は失われる。
前述のように１分散システムには２以上のノードがある
。１つのノードのユーザがリモート・ノードのサービス
の利用を必要とするかも知れなり）ので、各ノードは他
のどのノードとも通信しようと試みることがある。ノー
ド間の通信が確立され、あるノードのユーザに他のノー
ドの資源利用が許可される前に、先ず２つのステップ：
確認及び許可が必要である。
米国特許出願筒０７／３５２，５１８号（１９８９年５
月１５日出願）には、ユーザは該ユーザが正当なユーザ
を表わすユーザであることをリモート・ノードに納得さ
せる確認方法を開示している。この方法のなかにはパス
ワードの提示を使用するものがある。もっと複°雑な他
の方法はＫｅｒｂｅｒｏｓ方式に基づいた確認サーバー
から受取ったチケットの提示を含む、利用する確認方法
とは無関係に、いったん確認が実行されると、リモート
計算機はユーザが誰であるかを承知している。一般に、
確認は高価な動作である。確認動作は確認サーバーへの
、例えばチケットを取得するメツセージの送付を含むこ
とがある。ゆえに、あらゆるメツセージを確認すること
は望ましくない、しかしながら、もし確認が一度しか実
行されないならば、同じユーザが後に該リモート計算機
をアクセスする場合には。
リモート計算機は確認の結果を記憶していなければなら
ない、これはリモート・サーバー計算機に問題を生Ｑる
０例えば、リモート・サーバー計算機はメモリ空間を離
れて実行したり、リモート・サーバー計算機の電源がダ
ウンして、確認情報を失うことがある。更に、もしユー
ザが非常に長い期間にわたりリモート計算機を再度用い
ないならば、リモート計算機がこの確認情報を記憶して
いることは実際的ではないことがある。必要もないのに
長期間にわたり、この確認情報を記憶していなければな
らないことは、リモート計算機資源を浪費することにな
る。更に、この長い期間のあいだに確認が変ることがあ
る。
同様に、確認の外に、リモート計算機のサービス又は資
源のユーザによる利用の許可についても問題がある。リ
モート計算機は、ユーザ確認の後、リモート計算機の資
源をアクセスしようとするユーザにどのレベルの許可を
与えるべきかを決定する必要がある。許可動作も高価な
動作である。
ＡＩＸオペレーティング・システムには、独立型の計算
機でローカル・ユーザによるローカル資源のアクセスを
制御するよく定義された許可方式がある。これらの許可
決定は、ＡＩＸオペレーティング・システム技術参考文
献（ＡＩＸ　ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅ＋ｍ　Ｔｅ
ｃｈｎｉｃａｌ　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）、第２版、１９
８６年９月、注文番号５Ｖ２１−８００９．部品番号７
４ｘ９９９０゜システム・コールｏｐｅｎ及びＣｈ■ｏ
ｄの第２章、並びにＡＩＸオペレーティング・システム
・コマンド参考文献（ＡＩＸ　　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　
Ｓｙｓｔｅｍ　　Ｃｏｍ＠ａｎｄＲｅｆｅｒｅｎｃｅ）
　、第１版、１９８５年１１月、注文番号５Ｖ２１−８
００５．部品番号７４ｘ９９７５．コマンドｃｈｍｏｄ
及びｏｐｅｎの第１章に記載されているように、よく定
義されたこれらの保全方式によって行われる。
ＡＩＸオペレーティング・システムでは、ファイルには
所有者がある。ファイルを所有するユーザはユーザｉｄ
によって識別され、ファイルを所有するグループはグル
ープｉｄによって識別される。これらの２つのｉｄは「
ｉノード」と呼ばれるファイルの情報構造に記憶される
。ＡＩＸオペレーティング・システムのファイルの追加
属性はモード・ビットのセットである。これらのモード
・ビットのうちの９ビツトはファイルのアクセスを制御
するために用いられる。これらの９ビツトは３つのトリ
プレット：ファイルを所有するユーザに関する第１のト
リプレット、ファイルを所有するグループに関する第２
のトリプレット、及び他の全ての第３のトリプレットか
ら成る。各トリプレットは読取りアクセスが許可される
場合にセットされる第１のビット、書込みアクセスが許
可される場合にセットされる第２のビット、実行アクセ
スが許可される場合にセットされる第３のビットを有す
る。従って、　１１１１０１０００のパターンはファイ
ルを所有しているユーザー以下所有者と呼ぶ−が該ファ
イルの読取り、書込み及び実行の許可を有し、ファイル
を所有するグループ−以下グループと呼ぶ−は読取り及
び実行アクセスを取得し、他の全てはアクセスを取得し
ないことを意味する。
ＡＩＸオペレーティング・システムではユーザはグルー
プに属する。更に、各ユーザは並行グループ・セットの
メンバーである。ユーザは、ファイルのグループが該ユ
ーザの属するグループであるか、該ユーザの並行グルー
プ・セットにあるグループの１つであるとき、ファイル
をグループ・アクセスする。ＡＩＸオペレーティング・
システムではユーザ及びグループはユーザｉｄ及びグル
ープｉｄによって識別される。これらのｉｄは単なる整
数である。
資源を供給する計算機はリモート・ユーザがリモート計
算機の資源に対して取得する許可レベルについて決定す
る必要がある。許可動作も高価な動作である。要求毎の
許可動作及びユーザが実行する動作を最小にし、しかも
安定した分散処理環境を維持するという問題がある。更
に、ユーザは独立型のシステムで許可のレベルを変更す
ることができ、且つリモート計算機によって処理すると
き同様の変更を行うことが可能でなければならない、こ
のような変更はユーザが一時的に該ユーザのユーザｉｄ
を変更する方法を含むことがある。
特権ユーザのなかには、ユーザｉｄを違ったユーザｉｄ
に変更することを許可されているものがある。もしユー
ザｉｄが変更すれば、該変更されたユーザｉｄの許可は
サーバー上では異なるであろう、従って、サーバーが変
更されたユーザｉｄを通知されない場合に問題を生じる
。
Ｃ０発明が解決しようとする課題 本発明の目的は確認動作を一度実行し、且つ該確認情報
をリモート計算機によって維持することである。
００課題を解決するための手段 本発明のシステム及び方法はクライエントのデータ処理
システムで実行中のプロセスがサーＡ　−のデータ処理
システムにおけるサービスを取得することを許可する０
分散処理環境にお塾１てデータ処理システムは通信リン
クによって接続される。
サービスを要求するクライエントからのメツセージに応
答してサーバーでプロセスの証書のセットが作成される
。サーバーは該作成された証書のセットを識別する証書
ｉｄをクライエントのプロセスに戻す、クライエントは
この戻されたｉｄを後続の要求で用い、後続の要求で該
戻されたｉｄによって識弔りされた証書のセットによる
制御に従ってアクセスが許可される。もし後続の要求で
戻されたｉｄが該証書のセットを識別しないとサーバー
が判定すれば、サーバーは該プロセスによるサービスの
アクセスを拒否することができる。もしサーバーがプロ
セスの確認を要求すれば、サーバーは該アクセスを拒否
する。
Ｅ、実施例 本発明のシステム及び方法は確認を実行するためにメツ
セージをユーザ計算機からリモート計算機に、即ちクラ
イエントからサーバーに送付することによりユーザを確
認する。いったんユーザが確認された後は、確認動作を
反復することは望ましくない、しかしながら、サーバー
は確認及び許可情報をいつまでも記憶することは強制さ
れない。
代りに、サーバー上にユーザ°のイメージが作成され、
ユーザが要求する毎に再構成される。当該サーバーで当
該ユーザに関する確認要求が実行される毎に、ユーザの
能力の全てをサーバー上に正確に表示し、前記情報を保
管し、ユーザのイメージをサーバー上で再構成する方法
が呼出される。
リモート計算機でサービスが要求されるときはいつでも
、サービス要求と呼ばれるメツセージがユーザ、クライ
エント計算機からサーバー　リモート計算機に送付され
る。サービス要求はユーザが正当なユーザであることを
確認するのに十分な情報を含む、サーバーはこの情報を
用いて、リモート・ユーザがサーバー計算機上の資源を
利用するとき、該サーバー及び、該ユーザが取得すべき
証書のセット並びに能力の使用が許可されることを保証
する。サーバーはリモート・ユーザについて関連する保
全事項の全てを表わす証書のセットを構築する。この情
報は五−ザｉｄ、ユーザが所属するグループｉｄ、ユー
ザがアクセスする他のグループのグループ・セットｉｄ
、計算ｉｄ、システム上の通常の保全規定をユーザが無
視することを許可するユーザの特権のセット等を含む、
サーノ（−はユーザの全ての証書を確立し、この情報を
証書構造と呼ばれるデータ構造に記憶し、ユーザが実行
中のクライエント計算機に小規模（例えば６４ビツト）
の値を戻す、この小規模の戻された値は証書識別子と呼
ばれる。
証書識別子がユーザに戻された後、ユーザが実行しなけ
ればならない全てのことは、当該サーバーによる確認を
必要とする全ての要求においてサーバーへの証書識別子
を提示することである。サーバーは、当該ユーザに関し
て省略されている証書のセットを、証書識別子を利用し
て再構成する。
サーバーはユーザからの要求を処理するプロセスを開始
し、メツセージ内にあった証書識別子を取得し、対応す
る証書識別子を有するものについて証書構造の表を検査
する。プロセスが要求を実行している間に、サーバーは
ユーザ識別、特権のセット等をプロセスに付与す゛る。
更に、もしこの動作に許可が必要ならば、要求実行中の
最初のステップの１つは、プロセスが許可されるかどう
かを、新規に取得した能力によって判定する検査である
。
証書識別子は一度だけ作成すればよく、以後は再び確認
プロセスを実行しなくても反復して用いることができる
。更に、もし証書識別子が無効であれば、ユーザ計算機
からの要求は通らない、当該ユーザの証書構造をこれ以
上保持することをサーバーが欲しないというだけで、証
書識別子が無効になることがある。サーバー計算機は、
証書情報がユーザの最後の活動以来十分に長い期間にわ
たり保持されていると決定することができる。サーバー
は、サーバーの資源を拘束しないように。
他のユーザが実行中の他の作業にそれを明は渡すために
証書情報を破棄することができる。もし破棄された証書
識別子が後にサーバーに送付されても、サーバーは記憶
している証書構造の表に該証書識別子を見つけることは
できない、もはやサーバーは当該ユーザに関する有効な
証書のセットを保持しないので、サーバーはクライエン
トの要求を拒否する。
そしてユーザはサービス要求の確認及び許可プロセスの
再実行を要求される。ユーザはサーバーに対してユーザ
を確認しなければならない、サーバーはユーザの許可レ
ベルを計算し、新しい証書構造を構築し、新しい証書識
別子を戻す必要がある。ユーザ計算機はここで新しい証
書識別子を取得し、原要求を再試行することができる。
本発明のシステム及び方法は、サーバーは該サーバーが
必要とするか又は希望するよりも長い期間にわたりユー
ザ情報を記憶する必要がないことが利点である。これは
ユーザの確認が指定された長さの期間、例えば一定の分
１時間又は日数にわたり有効である場合に可能である。
この所定の時間の後、サーバーは証書構造を破棄し、そ
の後は当該証書識別子を含む要求は引受けない、これば
ユーザ計算機が新しいサービス要求を実行することを強
制する。その結果、見せかけのユーザではないことを保
証するためにリモート・ユーザの定期的な確認が本来的
に強制される。
これは１分散データ処理システムで証書構造を保持する
時間の長さを各サーバーが決定することを可能にするの
で、柔軟な確認及び許可プロセスを可能にする。従って
、クライエント・ユーザは。
証書識別子の無効のため要求が拒否されるおそれがある
場合の処理を強制される。同様に、クライエントは該ク
ライエントの証書識別子を失うことがある。これはもし
クライエント計算機の電源がオフになれば起こることが
ある。もしクライエントが証書識別子を失えば、サービ
ス要求は新しい証書のセットを再確立する。
ｔｌ　日 本明細書で用いられるノード間メツセージを第５Ａ図〜
第５Ｃ図によって説明する。
第５Ａ図はプロセスのため証書のセットがリモート計算
機上で構築されることを要求するためにクライエント計
算機上で実行中のプロセスで用いるサービス要求メツセ
ージ４１０を示す、要求４１１は要求された特定の命令
を示すＯＰコード４１３を有する。要求４１１は計算機
対計算機検査に用いる検査子フィールド４１５も有する
。要求メツセージ中の確認情報フィールド４１６は要求
を実行するプロセスを確認するのに十分な情報をリモー
ト計算機に渡すために用いる。リモート計算機は回答４
１２によって応答する。ＯＰコード４１４は、これが特
定の種類の要求に対する回答であることを示す０回答４
１２にある戻りコード（ＲＣ）−４１７は、リモート計
算機が要求を実行する試みの成功又は失敗を示すために
用いる。証書識別子は証書ＩＤフィールド４１８に戻さ
れ、肯定応答はＡＣＫフィールド４１９に戻される。
ＡＣＫは要求元のプロセスとリモート計算機の間で正し
い識別が行われたことを検査するために用いる。
第５Ｂ図はオープン・メツセージ４２０を示す。
要求４２１はリモート計算機に対し、オープンを実行す
ることを試みているプロセスの証書を識別するために用
いる証書ＩＤフィールド４２３を有する。オープン要求
はオープン・モードでファイル処理フィールド４２４に
よって識別され、フィールド４２５のフラグによって指
定されただファイルをオープンすることである。この要
求に対しリモート計算機による回答４２２は、このオー
プン・ファイルを使用しうる方法を示すフラグ４２６を
含む。
第５Ｃ図は読取られるデータの範囲を記述するデータ・
オフセット４３３及びデータ長４３４を含む要求４３１
を有する読取りメツセージ４３０を示す０回答４３２は
長さ４３５及び戻りデータ４３６を含む。
第１図で、クライエント計算機３０はネットワーク３を
介してサーバー計算機２０に接続される。
クライエント計算機内では、ユーザ・プロセス３１は当
該ユーザ・プロセスに関する現在の証書識別子リスト３
４に対する証書ポインタ３３を含むＵブロック３２を有
する。この証書識別子リスト３４内のエントリはリモー
ト計算機識別子３５及び対応する証書ＩＤ２５を有する
。サーバー計算機２０内には、カーネル・プロセス２１
がある。
カーネル・プロセスもＵブロック３２及び証書ポインタ
３３を含む、サーバーには更に、証書の表２６がある。
証書の表にある活動状態の各エントリは証書ＩＤ及び対
応する証書のセット２２を含むフィールド２５を有する
０両計算機は確認情報の解釈を支援するために用いる確
認エージェント２３を有する。
第６図に示すように、この良好な実施例では証書識別子
２５は２つのフィールド二カウント６３及びインデック
ス６４から成る。インデックス６４は証書の表６２にあ
る対応する証書のセットの容易な検索を可能にする。証
書の表６２にある証書のセット６５は、証書ＩＤ２５、
システム上の特定のユーザを識別する数字ＩＤであるユ
ーザより６７．システム上の特定のグループを識別する
グループＩＤ６８、このユーザに並行するグループのセ
ットを識別するグループ・セット・フィールド６９、及
びプロセスの特権のセットをこれらの証書によって識別
する特権フィールド６６を有する。特権は、通常は禁止
されている活動を実行する能力をプロセスに付与する０
例えば、バイパス−任アクセス制御特権は１通常の許可
検査は許可しない、ファイルをアクセスする能力をプロ
セスに付与する。前記特権は普通は管理タスクを実行す
るプロセスのために予約されている。
良好な実施例では、計算機上で実行中のプロセスはすべ
て証書のセットを有する。これらの証書は各プロセス、
ユーザ・プロセス３１又はカーネル・プロセス２１のど
ちらかに関連したＵブロックと呼ばれるデータ構造内に
存在する。証書は、プロセスが代りに実行中のユーザ、
プロセスが代りに実行中のグループ、及びこのプロセス
が有する任意の特別の特権、例えばユーザｉｄを変更す
る特権を識別する情報を含む。
１つの計算機上の個人のｉｄは他の計算機上の同じ個人
のｉｄとは該２つの計算機の別個の管理により異なるこ
とがある。１つの計算機上のユーザはリモート計算機上
の資源をアクセスすることを試みるプロセスを実行する
とき、第１の計算機上のユーザのユーザｉｄは第２の計
算機上の当該ユーザｉｄに変換しなければならない、同
様に、ユーザのグループｉｄ及びユーザの並行グループ
・セットはリモート計算機上のそれらの対応する値に変
換しなければならない、これはリモート計算機が意味の
ある許可決定を行うことを可能にするために実行される
。更に、この変換を実行するための安全且つ信頼できる
機構がなければならない、実際に、ユーザはリモート・
サーバーに対しグループのような特定の属性を有する特
定の個人として確認されなければならない。
実際の確認機構は本発明の一部ではない、前記米国特許
出願筒０７／３５２，５１８号（１９８９年５月１５日
出頴）は実施可能な幾つかの確認機構を開示している。
サーバーによるリモート・ユーザの確認は種々の方法で
実行することができる。ある状況では、サーバーに届く
要求を疑う理由は殆どなく、低価格のリモート・ユーザ
確認が正当化されている。
他の環境では、サーバーはより厳しい警戒を行う必要が
ある。１つの方式が全てのケースで最良となることはな
い、よって１本発明は一定の範囲の確認及び許可方式を
支援する。
本発明の良好な実施例では、クライエント計算機から確
認情報４１６（第５Ａ図）と呼ばれるオブジェクトをサ
ーバー計算機に渡し、サーバーからクライエントに返送
されたＡＣＫ４１９と呼ばれる肯定応答を受取ることに
より確認が実行される。確認情報オブジェクト及びＡＣ
Ｋの実際の内容は確認機構の明細によるが、本明細書に
は記述されない、米国特許出願筒０７／３５２，５１８
号（１９８９年５月１５日出願）はこのモデルが種々の
確認機構を支援するために適切であることを示す。
良好な実施例の範囲内では、クライエントで、確認エー
ジェント２３（第１図）はＵブロック３２にあるユーザ
・プロセスの証書３３を入力として取得し、確認情報オ
ブジェクト４１６（第５Ａ図）を構築する。サーバーで
は、確認情報オブジェクトはサーバーの確認エージェン
トによって処理される。この処理はサーバーで意味のあ
る証書のセットを構築する。
サービス要求メツセージ４１０は要求４１１及び回答４
１２の両者に検査子フィールド４１５を含む、同様に１
本発明の良好な実施例が利用される環境では殆ど全ての
他のメツセージは検査子フィールドを持っている。この
検査子はネットワーク内のノード間の安全な通信の支援
のためにある。
この検査子は送信ノードの真の識別を受信ノードに知ら
せる検査が偽造されないように暗号化して構築する。従
って、検査子はノード対ノードの識別のために用いる。
第７図はリモート・サーバーから要求される動作、例え
ばオープン・メツセージによるリモート°ファイルのオ
ープン；現にオープンされたリモート・ファイルからの
読取りメツセージによる読取り；リモート・ファイルへ
の書込み；リモート・ファイルの属性の質問；又はロッ
キング、切捨て、作成、削除、等のような動作の実行の
処理を表わす、処理はステップ７０１で開始する。ステ
ップ７０２で、確認された要求を動作が必要とするかど
うかを判定するために動作のタイプを検査する。証書ｉ
ｄを有するメツセージはこれらの確認された要求を必要
とする動゛作に対応する０例えば、オープンは確認され
た要求を必要とするが、読取り動作は確認された動作を
必要としない、もし確認が必要ならば、プロセスはステ
ップ７０３に進み、リモート動作を実行しているサーバ
ーの証書ｉｄを見つけるために、このユーザの証書リス
トを検査する。もし証書ｉｄが見つかれば、ステップ７
０４で、それを原要求のメツセージに挿入する。ステッ
プ７０５で、該要求は送付される。
ステップ７０６で、回答を待つ、ステップ７０７で、も
し回答が、無効証書ｉｄのため該要求が拒否され且つ有
効な証書ｉｄを取得する再試行限度を超過していないこ
とを示すならば、ステップ７１０で、サーバーの無効証
書ｉｄがプロセスの証書リストから取除かれ、ステップ
７１１〜７１７を実行することにより、新しい証書ｉｄ
が取得される。
ステップ７０３で、もし証書ｉｄがなければ。
プロセスはステップ７１１に進み、現在のプロセスの証
書が確認エージェントに提示される。ステップ７１２で
、確認エージェントは取得される証書情報オブジェクト
を構築する。ステップ７１３で、この証書情報オブジェ
クトはサービス要求メツセージでサーバーに送付され、
ステップ７１４で１回答を待つ０回答を受取ると、ステ
ップ７１５で、それを検査し、サービス要求がサーバー
に許可されたかどうかを判定し、もし許可されていなか
ったならば、原リモート動作は実行されない（ステップ
７１６）、ステップ７１５で、サービス要求メツセージ
に対する回答で戻されたＡＣＫフィールドも検査し、そ
れがステップ７１２で確認エージェントから取得された
値に一致することを保証する。もしＡＣＫの値が一致し
なければ、リモート計算機の正しい確認が行われていな
いので、プロセスはステップ７１６に進む、もしサービ
ス要求をサーバーが許可していたならば、ステップ７１
７で、証書ｉｄが戻され、将来の使用のために保管され
る。そしてプロセスはステップ７０４に移り、Ｈ要求が
再び試みられる。ステップ７０７で、もし原要求の証書
ｉｄが受は入れられるか又は再試行限度を超過していた
ならば、ステップ７０８で、原要求に対する回答は超過
した再試行限度の可能性を含めて処理され、リモート要
求の処理は終了する（ステップ７０９）。
下記のプログラミング設計言語コードは前述の動作を表
わす。
／＊　サーバーに要求を送付することによりリモート動
作を実行する本／ ７京　　変数　宰／ プロセス：　　要求を実行するプロセス；サーバー二　
　要求実行を求められているリモート・サーバー； 要求 サーバーの有効な証書ｉｄの取得 を試みる際に行われる再試行の 数の限界； 要求　　。
再試行限度： コード：＊／ ＩＦ　　要求は証書ｉｄフィールドを持たないＴＨＥＮ
ｌ零　要求の確認を必要としない＄／ 要求を送付する； 回答を待つ； 回答を処理する； ／ネ ＲＥＴＵＲＮ　； ＥＮＤＩＦ； ／宰　さもなければ、要求は確認を必要とする峠ａｔｔ
ｅ＋＊ｐｔｓ　（試み）＝Ｏ；／＊　　再試行カウント
宰／ＯＯＰ サーバーの証書ｉｄについてプロセスの証書リストを探
索する； ＩＦ前記証書ｉｄは見つからないＴＨＥＮ１本証書ｉｄ
を取得する　峠 プロセスの証書を確認エージェントに提示する； 確認エージェントから証書情報オブジェクト及び予期さ
れたａｃｋを取得する；サービス要求メツセージ内の証
書情報オブジェクトをサーバーに送付する； 回答を待つ； ＩＦササ−ス要求は許可されないＴＨＥＮ原動作原動数
； ＲＥＴＵＲＮ； ＥＮＤＩＦ； ／本回答はサービス要求を示す零／ ／零成功した、ａｃｋを検査するネ／ ＩＦ回答のａｃｋフィールド！＝予期されたａｃｋ　　
ＴＨＥＮ ／本すモート計算機は確認されない＊／原動作の失敗； ＲＥＴＵＲＮ　； ＥＮＤＩＦ； ／＊ササ−ス要求は許可された峠 戻された証書ｉｄをプロセスの証書リストに保管する；
ｌ＊後の使用のため宰／ＥＮＤＩＦ； ／宰ここで、証書ｉｄが見つかるか又は取得される零／ 証書ｉｄを要求に挿入する； 要求をサーバーに送付する： 回答を待つ； ＩＦ無効証書ｉｄのため回答は拒否されたＴＨＥＮ証書
ｉｄをプロセスの証書リストから取除く； ＬＳＥ 回答を処理する； ＲＥＴＵＲＮ； ＥＮＤＩＦ； ａｔｔｅ＋５ｐｔｓ　＝　ａｔｔｅｍｐｔｓ　＋　１；
ＩＦ　ａｔｔｅａ＋ｐｔｓ　＞再試行限度Ｔ　ＩＩ　Ｅ
　Ｎ／宰行われたａｔｔｅ■ｐｔｓは多すぎる零／／宰
有効な証書ｉｄの取得は失敗ネ／ 原動作は失敗； ＲＥＴＵＲＮ； ＥＮＤＩＦ； ／＊再度試行する＊１ ＥＮＤＬＯＯＰ　； 第８図はサーバーがリモート計算機のサービス要求メツ
セージを処理する方法を示す流れ図である。処理はステ
ップ８０１で開始する。ステップ８０２で、リモート計
算機の識別を保証するために、メツセージの検査子フィ
ールドの有効性を検査する。もし検査子が有効であるこ
とがわかれば。
ステップ８０３で、メツセージ内で見つかった証書情報
オブジェクトはサーバーの確認エージェントに渡される
。ステップ８０４で、もし確認エージェントが、証書情
報オブジェクトが有効であると知れば、ステップ８０５
で、証書が確認エージェントから取得される。これらの
証書は検査され、その結果はサービス要求を実行するリ
モート・ユーザを識別するために使用される。ステップ
８０６で、リモート・プロセスがこのサーバーにアクセ
スするかどうかについて判定が行われる。この判定は、
このシステムの使用を許可又は禁止されたリモート　ユ
ーザのリストを検査することによって行うことができる
。もしリモート・プロセスが許可されれば、ステップ８
０７で、証書の表にある使用可能なエントリを見つける
。これは最近に使用されていないエントリの破棄を必要
とすることがある。ステップ８０５で確認エージェント
から取得された証書が、ステップ８０８で、使用可能な
エントリに挿入される。ステップ８０９で。
このエントリのインデックス及びこのエントリで以前に
見つかったカウントを利用して、このエントリに対応す
る証書ｉｄが構築される。証書ｉｄは２つの部分から構
成される。第１の部分は、この証書ｉｄに対応するエン
トリの証書の表に対するインデックスである。第２の部
分は、第１の部分で見つかったインデックスの証書の表
のエントリにより新しい証書のセットが該証書の表に記
憶される毎に増加するカウントである。サーバーは新し
い証書のセットのために、前に配布された証書ｉｄが、
誤って、再使用されているエントリを選択するおそれな
しに、証書の表のエントリを自由に再使用する。成功し
たサービス要求を示す回答は構築された証書ｉｄと一緒
に送付される。ステップ８１１で処理は終了する。ステ
ップ８０２゜８０４及び８０６で、検査が合格しなけれ
ば、ステップ８１２で、サービス要求の失敗を示す回答
が送付される。
下記のプログラミング設計言語コードは前記動作を表わ
す。
７京サーバーにおけるサービス°要求のプロセス零／ｍ
ｓｇ：サービス要求の要求； ＩＦ　ｍｓｇの検査子フィールドは有効ＴＨＥＮ／＄リ
モート・ノードの識別は正しく確立されている　　宰／ 確認エージェントにｍｓｇの証書情報オブジェクトを渡
す； ＩＦ確認エージェント証書情報オブジェクトを確認する
ＴＨＥＮ 証書を確認エージェントから取得する；ＩＦ証書で識別
されたリモート・ユーザはこのサーバーの使用を許可さ
れるＴＨＥＮ証書の表の使用可能なエントリを探 索する； ＩＦ使用可能なエントリはないＴＩ（ＥＮ使用頻度最小
のエントリを見つ ける； このエントリにある証書を破棄 する； ＥＮＤＩＦ； 取得した証書をエントリに挿入する； ｌ宰証書ｉｄを構築する　宰／ 証書ｉｄの第１の部分＝エントリの インデックス： 証書ｉｄの第２の部分＝エントリで 見つかった証書ｉｄの第２の部分 ＋１； 構築された証書ｉｄと一緒に成功を 示す回答を送付する； ＲＥＴＵＲＮ； ＥＮＤＩＦ； ＥＮＤＩＦ； ＥＮＤＩＦ； 失敗を示す回答を送付する； ＲＥＴＵＲＮ； 第９図はサーバーで証書ｉｄを有するメツセージ、例え
ばオープン・メツセージを処理する流れ図を示す、動作
はステップ９０１で開始し、ステップ９０２で、受取っ
たメツセージの検査子の有効性が検査される。もし検査
子が有効であるとわかれば、ステップ９０３で、証書ｉ
ｄがメツセージから取出される。ステップ９０４で、証
書ｉｄの第１の部分が証書の表に対するインデックスと
して用いられる。ステップ９０５で、証書の表で見つか
った証書ｉｄはメツセージから取出された証書ｉｄと比
較される。もし両者が等しければ。
ステップ９０６で、表のエントリにある証書が取出され
、ステップ９０７で、この要求をサーバーで実行するカ
ーネル・プロセスによって使用される０次に、要求はス
テップ９０８で試みられた後、ステップ９１０で、処理
は終了する。もしステップ９０２で検査子が無効であれ
ば、あるいはステップ９０５で証書ｉｄが無効であれば
、ステップ９０９で、失敗の原因を示す回答が送付され
る。
ステップ９０８で要求された動作を実行する際に、他の
成功又は不成功の回答がクライエントに戻されることが
ある８例えば、ユーザが確認されておりサーバーの使用
が許可されているので、リモート・ユーザは有効な証書
ｉｄを取得することができるが、ユーザのために実行中
のカーネル・プロセスのために確立されている証書はユ
ーザがオープンを試みているファイルのアクセスを提供
しないことがあり、該動作は失敗することがある。更に
、リモート要求によっては、例えば読取り動作では、そ
れらは要求に証書ｉｄがないので、この種の処理を必要
としないことがある。良好な実施例では、読取り動作は
、証書ｉｄを有するオープンが成功した後にだけ実行す
ることができる。よって、読取り動作では確認検査を要
求する必要がない。
下記のプログラミング設計言語コードは前記動作を記述
する。
／宰証書ｉｄを有する要求の処理零／ １１８ｇ：　　サーバーが受取るメツセージ；ＩＦ　ｍ
ｓｇの検査子フィールドは有効であるＴＨＥＮ／零リモ
ートリモートの識別は確立している＊／ｍｓｇの証書ｉ
ｄを取得する： 証書ｉｄの第１の部分によって指定されたインデックス
で証書の表のエントリを索引する； ＩＦ表の証書ｉｄ　＝　ｍｓｇの証書ｉｄ　Ｔ）ＩＥＮ
／京表の証書はメツセージで受取った証書ｉｄに対応す
る　本／ 証書を表から取出す； それらを要求を実行するカーネル・プロセスに挿入する
； 要求をカーネル・プロセスによって実行する； ＲＥＴＵＲＮ； ＬＳＥ ７本証書の表のエントリは再使用されており、ｍｓｇの
証書ｉｄは無効であることを示し、クライエント計算機
が、新し い証書ｉｄを取得するためサービス要 求を実行することを強制される零／ 失敗、無効証書ｉｄを示す回答を送付する： ＲＥＴＵＲＮ； ＥＮＤＩＦ； ＬＳＥ ／＊検査子は無効であるネ／ 失敗を示す回答を送付する； ＲＥＴＵＲＮ　； ＥＮＤＩＦ； サーバーはクライエント上のプロセスのためにファイル
を、リモート・プロセスによる前記アクセスを該ファイ
ルの許可が許す場合にだけ、オープンする。いったんフ
ァイルがオープンされると。
例えば読取りでは、この許可検査なしに後続の読取り動
作の実行を可能にすることが望ましい、これは、オープ
ン要求４２１における証書１ｄ４２３（第５Ｂ図）を要
求することにより、ファイルに対するリモート・プロセ
スのアクセス権をサーバーが検査することを許すことに
より成し遂げられる。ファイルがオープンしている間は
、該ファイルのデータのアクセスのためのクライエント
計算機からの証書ｉｄは要求されない、よって、読取り
要求４３１（第５ｃ図）は証書ｉｄを必要としない、ク
ライエントはサービス要求の要求を用いて証書ｉｄを取
得する。
証書ｉｄ、例えばオープン、作成を必要とするクライエ
ント対サーバー要求はどれも、失効の証書ｉｄのため拒
否されることがある。−時的な電源ダウン、より高い頻
度で作成される証書による証書の表のエントリの再使用
、又は定期的な再確認を必要とする確認方式によって、
サーバーは対応する証書を失っているので、証書ｉｄは
失効することがある。クライエントは拒否された要求を
受入れ、新しい証書ｉｄを確立するためにサービス要求
を用い、且つ原要求を再度提出することが可能でなげれ
ばならない。
サービス要求の要求はクライエント・プロセスを記述す
る情報のセットをサーバーに渡すとともに、特に、対応
する証書ｉｄを戻す、２つの計算機の間で渡されるデー
タは、受信者がサービス要求の処理で用いることを要求
者が期待する、確認エージェントによって支援された確
認及び許可方式による。
証書ｉｄは原要求プロセスによってクライエント計算機
に戻され、証書ｉｄを必要とする後続の動作で用いるた
め記憶することができる。ＡＩＸオペレーティング・シ
ステムでは、プロセスは他のプロセスを作成することが
できる。これは子プロセスとして知られたプロセスを作
成するフォーク動作によって行われる。前記子プロセス
はそれらの親と同じ確認特性１例えば同じユーザ及びグ
ループｉｄを有する。これは、子プロセスが親プロセス
の証書ｉｄを受は継ぎ、それらを後続の動作で使用し、
サービス確認動作の別々の要求を開始するオーバヘッド
を回避しうろことを意味する。
プロセスがその確認特性を、例えばその現在のグループ
ｉｄ又はユーザｉｄの変更によって、変更すると、それ
が持っている証書ｉｄはどれも、もはやこれらの特性に
対応しない、よって、プロセスがその確認特性のどれか
を変更するときはいつも、その証書ｉｄの全てが無効に
なる。このような無効化の後に生じるリモート動作は新
しい確認ｉｄの取得を必要とする。
プロセスは幾つかのリモート・サーバーを用い、その各
々を使用するために別々の証書ｉｄを持つことができる
。各証書ｉｄは゛、プロセスがそれを必要とするとき、
サービス要求を対応するサーバーに送付することにより
取得される。
サービス要求の要求の受信者は、もしそれが、それが支
援する方式に基づいているならば、該要求を引受けると
決定することもあり、しないこともある、そして受信者
は、もしそれが、受信者が送信者を支援することを欲し
ない方式に基づいているならば、該要求を拒否する。こ
の方法では。
計算機のグループはグループ・メンバー間のゆるやかな
管理による低価格の確認だけを必要とするが、グループ
外の計算機との通信については、より安全な確認を必要
とすることがある。これは、クライエントの確認エージ
ェントにより構築され、サーバーの確認エージェントに
より処理される証書情報オブジェクトが、使用すること
になっている方式の識別を含むことを意味する。
以上をまとめると、プロセスが用いる証書ｉｄを確立す
る際に行われるステップは下記のようになる。
（１）クライエント・カーネルは、サーバーの要求を行
う際にプロセスが用いる現在の証書ｉｄがないか、現在
の証書ｉｄはもはやサーバーに受入れられず、新しい証
書ｉｄの作成が必要であると判定する。
（２）クライエント・カーネルはプロセスを記述する情
報をクライエント確認エージェントに渡す。
（３）クライエント確認エージェントは、プロセス・ユ
ーザ、グループ、グループ・リスト、等を含むこの情報
を用いて、証書情報オブジェクトと呼ばれるデータのバ
ッファを構築する。このデータの形式は確認エージェン
トが使用中の方式による。
（４）クライエント・カーネルは確認エージェントから
証書情報オブジェクトを取得し、それをサービス要求の
要求でサーバーに渡す。
（５）サーバーは証書情報オブジェクトをその確認エー
ジェントに渡す。
（６）サーバー確認エージェントは確認方式及び許可方
式を使用してこのデータを処理し、サーバーでリモート
・プロセスがどの証書を取得すべきかを決定する。サー
バー確認エージェントはこれらの方式を満足させる証書
のセットを構築し、これらの証書をサーバー・カーネル
に返送する。
（７）サーバー・カーネルは、カーネル・プロセスがサ
ーバーで動作を実行するときに持つべきローカル・ユー
ザｉｄ、グループ・リスト、特権１等を表わす証書を受
取る。この証書のセットは証書の表と呼ばれるカーネル
・データ構造に緩衝記憶される。
（８）サーバーはナービス要求に対する回答をクライエ
ントに送付する。この回答は、サーバーがその証書の表
で対応する証書を見つけることを可能にする、サーバー
によって構築された証書ｉｄを含む。
（９）クライエントは回答中の証書ｉｄを受取る。
Ｆ９発明の効果 本発明によれば、分散データ処理システムにおけるリモ
ートの資源に対するユーザーのアクセスの確認及び許可
を効率的に行なうことができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の分散データ処理システムのクライエン
ト・データ処理システム及びセージ（−・データ処理シ
ステムを示す図である。 第２図は従来の技術の分散データ処理システムのブロッ
ク図である。 第３図はシステム・コールを通じてファイルをアクセス
する従来の技術の独立型データ処理システムを示すブロ
ック図である。 第４図はシステム・コールを通じてファイルをアクセス
する第３図のデータ処理システムの流れ図である。 第５Ａ図は証書のセットをプロセスのためリモート計算
機上で構築することを要求するためにクライエント計算
機上で実行中のプロセスで用いられるサービス要求メツ
セージを示す図である。 第５Ｂ図はファイルをオープンするために用いるオープ
ン・メツセージを示す図である。 第５Ｃ図はファイルの内容を読取るために用いる読取り
メツセージを示す図である。 第６図は本発明の証書の表を示す図である。 第７図はリモート・サーバーから要求される動作の処理
を示す流れ図である。 第８図はリモート計算機のサービス要求メツセージの、
サーバーでの処理を示す流れ図である。 第９図は証書ｉｄを持つメツセージの、サーバーでの処
理を示す流れ図である。 １・・・・分散ネットワーク環境、２・・・・ディスク
。 ３・・・・ネットワーク、４・・・・アプリケーション
、１０・・・・ノード／処理システム、１１・・・・オ
ペレーティング・システム、１２・・・・ローカル・バ
ッファ／キャッシュ、１４・・・・ユーザ・アドレス空
間、１５・・・・キャッシュ・ブロック、２０・・・・
サーバー計算機、２５・・・・証書識別子、３０・・・
・クライエント計算機、３１・・・・ユーザ・プロセス
、３２・・・・Ｕブロック、３３・・・・ポインタ、３
４・・・・証書識別子リスト。

Claims (24)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）第１のデータ処理システムで実行中のプロセスが
    第２のデータ処理システムのサービスにアクセスするこ
    とを許可する方法であって、 第２のデータ処理システムで、最初に受取った要求に応
    答して前記プロセスに関する証書のセットを作成するス
    テップ、 値を前記第１のデータ処理システムに戻すステップ、 第２のデータ処理システムで、値を含む２番目の要求を
    受取るステップ、及び 第２のデータ処理システムのサービスをアクセスする間
    の前記証書のセットを該値を用いて判定するステップ を含むアクセス許可方法。
  2. （２）第１のデータ処理システムで実行中のプロセスが
    第２のデータ処理システムのサービスをアクセスするこ
    とを許可する方法であって、 第２のデータ処理システムで、最初に受取った要求に応
    答して前記プロセスの証書のセットを作成するステップ
    、 前記証書のセットを識別する第１の値を、前記第１のデ
    ータ処理システムに戻すステップ、第２のデータ処理シ
    ステムで、第２の値を含む２番目の要求を受取るステッ
    プ、 第２のデータ処理システムで、該２番目に受取った値が
    該作成された証書のセットを識別するかどうかを判定す
    るステップ、及び もし該２番目に受取った値が該作成された証書のセット
    を識別するならば、該証書のセットによる制御に従って
    該サービスをアクセスすることを許可するステップ を含むアクセス許可方法。
  3. （３）第１のデータ処理システムで実行中のプロセスが
    第２のデータ処理システムのサービスをアクセスするこ
    とを許可する方法であって、 第２のデータ処理システムで、最初に受取った要求に応
    答して前記プロセスに関する証書のセットを作成するス
    テップ、 前記証書のセットを識別する第１の値を、前記第１のデ
    ータ処理システムに戻すステップ、第２のデータ処理シ
    ステムで、第２の値を含む２番目の要求を受取るステッ
    プ、 第２のデータ処理システムで、該２番目に受取った値が
    該作成された証書のセットを識別するかどうかを判定す
    るステップ、及び もし該２番目に受取った値が該作成された証書のセット
    を識別しないと判定されれば、該サービスをアクセスす
    ることを拒否するステップ を含むアクセス許可方法。
  4. （４）特許請求の範囲第（３）項記載の方法において、
    判定ステップは、第２のデータ処理システムが該プロセ
    スの確認を必要とするとき、該２番目に受取った値は該
    作成された証書のセットを識別しない、と判定するアク
    セス許可方法。
  5. （５）特許請求の範囲第（４）項記載の方法において、
    判定ステップは、第２のデータ処理システムが該証書の
    セットの少なくとも１つのエレメントを破棄するとき、
    該２番目に受取った値は該作成された証書のセットを識
    別しない、と判定するアクセス許可方法。
  6. （６）特許請求の範囲第（２）項記載の方法において、
    該２番目の要求を該プロセスから受取るアクセス許可方
    法。
  7. （７）特許請求の範囲第（２）項記載の方法において、
    該２番目の要求を前記プロセスの子プロセスから受取る
    アクセス許可方法。
  8. （８）第１のデータ処理システムで実行中のプロセスが
    第２のデータ処理システムのサービスをアクセスするた
    めに許可を取得する方法であって、前記プロセスに関す
    る証書のセットを構築するために前記第２のデータ処理
    システムが要求する情報を含む第１の要求を前記第２の
    データ処理システムに送付するステップ、 前記証書のセットを識別する値を前記第２のデータ処理
    システムから受取るステップ、 前記値を含む第２の要求を第２のデータ処理システムに
    送付するステップ、 もし該２番目に送付した値が該証書のセットを識別すれ
    ば、該証書のセットによる制御に従って該サービスのア
    クセスを取得するステップ を含む許可取得方法。
  9. （９）特許請求の範囲第（８）項記載の方法において、
    更に前記プロセスのデータ領域に前記値を維持するステ
    ップを含む許可取得方法。
  10. （１０）特許請求の範囲第（９）項記載の方法において
    、更に子プロセスによって前記データ領域から前記値を
    取得し、前記子プロセスからの前記第２の要求を前記取
    得した値とともに送付するステップを含む許可取得方法
    。
  11. （１１）特許請求の範囲第（９）項記載の方法において
    、更に、もし該要求された情報が変更されていれば、前
    記データ領域内の該値を破棄するステップを含む許可取
    得方法。
  12. （１２）データ処理システムにおいて、ローカル・クラ
    イエント計算機上のユーザを確認し且つリモート・サー
    バー計算機の少なくとも１つの資源のアクセスを許可す
    る方法であって、前記ローカル計算機及び前記リモート
    計算機は通信リンクによって接続され、 確認情報を有するメッセージを前記クライエント計算機
    から前記サーバー計算機に送付し、前記サーバー計算機
    からのサービスを要求するステップ、 前記サーバー計算機により、前記ユーザの機密保護情報
    を有する証書構造を前記送付されたメッセージからの前
    記確認情報に基づいて作成し、前記サーバー計算機によ
    って許可された前記資源の使用を許可するステップ、 前記作成された証書構造によりユーザを識別する証書情
    報を前記サーバー計算機から前記クライエント計算機に
    戻すステップ、 前記ユーザ計算機から前記サーバー計算機への後続のサ
    ービス・メッセージの各々の要求で前記証書識別子を前
    記ユーザが使用するステップ、及前記後続のサービス・
    メッセージの要求にある前記証書識別子によって識別さ
    れた前記作成された証書構造に記憶された機密保護情報
    を再構成し、ユーザの確認及び前記サーバー計算機の前
    記許可された資源の使用許可を自動的に確立するステッ
    プ を含むユーザ確認及び資源アクセス許可方法。
  13. （１３）特許請求の範囲第（１２）項記載の方法におい
    て、更に前記作成された証書構造を前記サーバー計算機
    によって決定された時間のあいだ記憶するステップを含
    むユーザ確認及び資源アクセス許可方法。
  14. （１４）特許請求の範囲第（１３）項記載の方法におい
    て、更に前記作成された証書構造を記憶する時間を前記
    ユーザの最後の活動からの時間の長さに基づいて決定す
    るステップを含むユーザ確認及び資源アクセス許可方法
    。
  15. （１５）特許請求の範囲第（１２）項記載の方法におい
    て、更に前記後続の送付されたメッセージにある前記証
    書識別子が有効であるかどうかを前記サーバー計算機が
    判定するステップを含むユーザ確認及び資源アクセス許
    可方法。
  16. （１６）データ処理システムにおいて、ローカル・クラ
    イエント計算機上のユーザを確認し且つリモート・サー
    バー計算機の少なくとも１つの資源のアクセスを許可す
    る方法であって、前記ローカル計算機及び前記リモート
    計算機は通信リンクによって接続され、 前記ユーザからの確認情報を有するサービス・メッセー
    ジの要求を前記クライエント計算機上で受取るステップ
    、 該受取った要求の確認情報に基づいて該ユーザのために
    サーバーの資源に関する許可情報を有する証書構造をサ
    ーバー計算機で作成するステップ、前記作成された証書
    構造に対応する証書識別子をユーザに戻すステップ、 前記サーバー計算機によって決定された時間のあいだ前
    記作成された証書構造を前記サーバー計算機によって記
    憶するステップ、 前記決定された時間の後に前記作成された証書構造を破
    棄するステップ、 サーバー計算機により、後続のサービス要求でユーザか
    ら受取った証書識別子の有効性を、該サービス要求を該
    決定された時間内に受取ったかどうか且つ該証書構造が
    前記サーバー計算機に記憶されているかどうかにより判
    定するステップ、もし該証書識別子が有効であると判定
    されれば、前記後続のサービス要求を引受けるステップ
    、もし前記証書識別子が無効であると判定されれば、新
    たなサービス要求及び新しい証書構造を要求し、それに
    よって前記ユーザに定期的な確認を強制するステップ を含むユーザ確認及び資源アクセス許可方法。
  17. （１７）データ処理システムにおいて、ローカル・クラ
    イエント計算機上のユーザを確認し且つリモート・サー
    バー計算機の少なくとも１つの資源のアクセスを許可す
    る方法であって、前記ローカル計算機及び前記リモート
    計算機は通信リンクによって接続され、 該サーバー計算機により、許可情報を有する証書構造を
    、前記サーバー計算機の資源を要求するユーザが提供し
    た確認情報に応答して作成するステップ、 前記サーバー計算機によって決定された時間のあいだ前
    記証書構造を記憶するステップ、前記サーバー計算機に
    より、前記決定された時間の後に前記証書構造を破棄す
    るステップ、前記サーバー計算機により、もし後続の要
    求が該所定の時間内に受取られれば、証書識別子に直ち
    に応答して前記証書構造に対応する前記証書識別子を有
    する後続のサービス要求を引受けるステップ、及び 前記サーバー計算機により、もし前記後続の要求が該所
    定の時間の後に受取られ且つ該証書構造が破棄されてい
    るならば、前記後続の要求にある前記証書識別子に直ち
    に応答する後続のサービスの要求を拒否するステップ を含むユーザ確認及び資源アクセス許可方法。
  18. （１８）リモート・クライエント・データ処理システム
    上のユーザを確認し且つ前記リモート・ユーザが前記デ
    ータ処理システムの少なくとも１つの資源をアクセスす
    ることを許可する手段を有するローカル・データ処理シ
    ステムであって、前記ローカル・データ処理システムは
    通信リンクによって接続され、 サービス要求の間に前記リモート・ユーザから受取った
    確認情報に基づいてローカル・データ処理システムの資
    源に関する許可情報を有する証書構造を記憶する手段、 前記ローカル・データ処理システムによって決定された
    時間の後に前記証書構造を破棄する手段、もし前記要求
    が前記決定された時間内に受取られ且つ前記証書構造が
    前記ローカル・データ処理システムに記憶されているな
    らば、前記後続の要求とともに受取った識別子に応答し
    て後続のサービス要求を直ちに引受ける手段、及び もし前記後続の要求が前記決定された時間の後に受取ら
    れ且つ前記証書構造が破棄されているならば、前記後続
    の要求とともに受取った前記識別子に応答して後続のサ
    ービス要求を直ちに拒否する手段 を含むローカル・データ処理システム。
  19. （１９）特許請求の範囲第（１８）項記載のシステムに
    おいて、もし前記後続の要求が前記決定された時間の後
    に拒否されれば更に確認情報を有する新たなサービス要
    求を要求し、それによって、前記リモート・ユーザの定
    期的な確認を強制する手段を含むローカル・データ処理
    システム。
  20. （２０）第１のデータ処理システムで実行中のプロセス
    が第２のデータ処理システムのサービスをアクセスする
    ことを許可する手段を有するコンピュータ・システムで
    あって、 第２のデータ処理システムで、最初に受取った要求に応
    答して前記プロセスに関する証書のセットを作成する手
    段、 前記証書のセットを識別する第１の値を前記第１のデー
    タ処理システムに戻す手段、 第２のデータ処理システムで、第２の値を含む２番目に
    受取った要求を受取る手段、 第２のデータ処理システムで、該２番目に受取った値が
    該作成された証書のセットを識別するかどうかを判定す
    る手段、及び もし該２番目に受取った値が該作成された証書のセット
    を識別すれば、該証書のセットによる制御に従って該サ
    ービスをアクセスすることを許可する手段 を含むコンピュータ・システム。
  21. （２１）第１のデータ処理システムで実行中のプロセス
    が第２のデータ処理システムのサービスをアクセスする
    ことを許可する手段を有するコンピュータ・システムで
    あって、 第２のデータ処理システムで、最初に受取った要求に応
    答して前記プロセスに関する証書のセットを作成する手
    段、 前記証書のセットを識別する第１の値を前記第１のデー
    タ処理システムに戻す手段、 第２のデータ処理システムで、第２の値を含む２番目に
    受取った要求を受取る手段、 第２のデータ処理システムで、該２番目に受取った値が
    該作成された証書のセットを識別するかどうかを判定す
    る手段、及び もし該２番目に受取った値が該作成された証書のセット
    を識別しないと判定されれば、該サービスをアクセスす
    ることを拒否する手段 を含むコンピュータ・システム。
  22. （２２）特許請求の範囲第（２１）項記載のシステムに
    おいて、該判定する手段は、第２のデータ処理システム
    が該プロセスの確認を必要とするとき、該２番目に受取
    った値は該作成された証書のセットを識別しないと判定
    する手段 を含むコンピュータ・システム。
  23. （２３）特許請求の範囲第（２２）項記載のシステムに
    おいて、該判定する手段は、第２のデータ処理システム
    が該証書のセットの少なくとも１つのエレメントを破棄
    するとき、該２番目に受取った値は該作成された証書の
    セットを識別しないと判定する手段 を含むコンピュータ・システム。
  24. （２４）第１のデータ処理システムで実行中のプロセス
    が第２のデータ処理システムのサービスをアクセスする
    許可を取得する手段を有するコンピュータ・システムで
    あって、 前記プロセスに関する証書のセットを構築するために前
    記第２のデータ処理システムから要求された情報を含む
    第１の要求を前記第２のデータ処理システムに送付する
    手段、 前記証書のセットを識別する値を前記第２のデータ処理
    システムから受取る手段、 前記値を含む第２の要求を第２のデータ処理システムに
    送付する手段、 もし該２番目に送付された値が該証書のセットを識別す
    れば該証書のセットによる制御に従って該サービスのア
    クセスを取得する手段 を含むコンピュータ・システム。
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