JPH06290096A - パス名解決装置 - Google Patents

パス名解決装置

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JPH06290096A
JPH06290096A JP5073209A JP7320993A JPH06290096A JP H06290096 A JPH06290096 A JP H06290096A JP 5073209 A JP5073209 A JP 5073209A JP 7320993 A JP7320993 A JP 7320993A JP H06290096 A JPH06290096 A JP H06290096A
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JP
Japan
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name
type
directory
host
resolution
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JP5073209A
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Puradeiipu Shinha
シンハ・プラディープ
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Panasonic Holdings Corp
Original Assignee
Matsushita Electric Industrial Co Ltd
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Publication date
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    • G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/10—File systems; File servers
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/40—Network security protocols

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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Security & Cryptography (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Mining & Analysis (AREA)
  • Databases & Information Systems (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

Abstract

(57)【要約】 【目的】 分散ファイルシステムのパス名解決装置に関
するもので、パス名解決に要するネットワーク上メッセ
ージ数を少なくすることを目的とする。 【構成】 ディレクトリ複製手段がパス名解決に要した
個々のディレクトリをアクセスを発行したホストコンピ
ュータ上に前記ディレクトリがコピーであるかどうかを
示すコピー情報２００と前記ディレクトリを何人のユー
ザが参照しているかを示す参照情報２０１と共に複製す
ることより、途中までのパス名が同一の新たな名前解決
に対し、ネットワークアクセスを少なくすることができ
る。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、分散ファイルシステム
すなわち複数の２次記憶装置に格納されたファイルを効
率よくアクセスするためのパス名解決装置に関するもの
である。
【０００２】
【従来の技術】近年、複数のホストコンピュータをネッ
トワーク結合した分散システムでは、各種情報が分散し
て格納できるため信頼性および拡張性の面からも大いに
期待されてきている。このようなファイルを複数ホスト
間に格納できる分散ファイルシステムでは、ファイルを
アクセスする場合には、アクセスをおこなったホスト側
にファイルが格納されていない場合、別のホストに格納
されたファイルの実体を探す必要がある。このときネッ
トワークを介した通信が発生する。
【０００３】さらにＵｎｉｘシステムに代表されるファ
イルシステムでは、ルートを頂点とする木構造で構成さ
れ、各葉ノード（子供をもたないノード）にはファイル
が格納され、中間ノード（葉ノード以外のノード）には
子供のノード情報を格納したディレクトリが格納され
る。
【０００４】したがって特定ファイルへのアクセスは、
ルートからそのファイルまでのディレクトリを一つずつ
指定したパス名指定形式が用いられる。例えば、図１８
はファイルシステムの木構造を示す。○印はディレクト
リを四角は示し、１８０はルートディレクトリ／を示
し、１８１はディレクトリａを、１８２はディレクトリ
ｂを示す。１８３はファイルｃを示す。
【０００５】このファイルｃへアクセスする場合は、パ
ス名指定で／ａ／ｂ／ｃと記述される。したがってファ
イルｃへのアクセスにはディレクトリ，／，ｂ，ｃが経
由される。
【０００６】このアクセス形式をもった分散ファイルシ
ステムをネットワーク上に実現する場合、上記のディレ
クトリ、及びファイルは複数のホストコンピュータ上に
分割されて格納される。例えば、図１８の３つのディレ
クトリが別々のホストコンピュータ上に格納された場合
を考える。
【０００７】図１９では、１９０で示されるディレクト
リ／がホストコンピュータ１に、１９１のパスで示され
たディレクトリ／ａがホストコンピュータ２に、１９４
で示されるディレクトリ／ａ／ｂがホストコンピュータ
３に割り付けられているようすを示す。
【０００８】この場合、ファイル／ａ／ｂ／ｃをホスト
コンピュータ１からアクセスするには、１９０内の名前
欄からａを探し対応する場所欄からそのディレクトリが
ホストコンピュータ２にあることをみつけ点線１９１を
経由して、ホストコンピュータ２にあるディレクトリを
アクセスする。
【０００９】その中の名前欄にあるｂを探し、ディレク
トリ／ａ／ｂがホストコンピュータ３にあることをみつ
け、点線１９３を経由してアクセスがおこわれる。ディ
レクトリ／ａ／ｂ内には目的のファイルｃがあるので、
パス名の解決がおこわれたことになる。
【００１０】この場合、パス名解決のために２回のネッ
トワークアクセスがおこなわれた。このように分散ファ
イルシステムではパス名解決のために、ネットワークを
介したアクセスが頻繁に発生し、これがパフォーマンス
が上がらない原因となっている。
【００１１】このことを鑑み、ネットワークのアクセス
回数を軽減するための工夫が行われている。その代表的
なものに名前キャッシュがある。その構造は簡単で図２
０に示されるように、パス名とそのパス名で示される実
体が格納されたホストコンピュータ名をペアにしたもの
である。例えば、図１で示されたファイル／ａ／ｂ／ｃ
がアクセスされた場合、ホストコンピュータ１上に設け
られた名前キャッシュには、パス名として／ａ／ｂ／ｃ
がその格納先としてホストコンピュータ４が格納され
る。これにより、次回からアクセスされるファイル／ａ
／ｂ／ｃは、この名前キャッシュにあれば、ネットワー
クアクセスをおこわずにファイルの格納先を知ることが
できる。したがって、高速ファイルアクセスが実現され
る。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】しかし、名前キャッシ
ュの容量には制限があるため、キャッシュすべき内容が
たくさんになるとどれかのペアを追い出して、新しい内
容をそこに書き込むといったリプレースメント作業が発
生する。さまざまなリプレースメントアルゴリズムが知
られているが、基本的にシステムのユーザがどの内容が
キャシュに格納されているか知ることができない。
【００１３】したがって、リアルタイム処理などを分散
ファイルシステムで名前キャッシュをもちいておこなお
うとする場合、ファイルへのアクセス時間が見積れない
という問題が発生する。
【００１４】本発明は、このようなことを鑑み、高速フ
ァイルアクセスをユーザが望む場合はそれを満たし、ま
た高速アクセスが不必要になった場合は、通常の手順で
アクセスできるような機構を持たせ、ユーザが指定した
アクセス効率を満たすことでリアルタイム処理等への適
応を可能にするものである。
【００１５】
【課題を解決するための手段】この目的を達成するため
に本発明は、第１にパス名と前記パス名で示される実体
が格納されたホストコンピュータ名と前記実体を何人の
ユーザが参照しているかを示す参照カウントを要素とす
るデータを格納する高性能名前テーブルと、ユーザの望
むアクセス方法を指示するアクセス方法指示手段と、前
記アクセス方法指示手段から指示されたアクセス方法に
従い前記高性能名前テーブルへの前記データの登録・削
除を行う高性能名前テーブル登録・削除手段を備えた構
成となっている。
【００１６】第２に、アクセス方法指示手段から指示さ
れたアクセス方法に従いパス名解決に要した個々のディ
レクトリをアクセスを発行したホストコンピュータ上に
前記ディレクトリがコピーであるかどうかを示すコピー
情報と前記ディレクトリを何人のユーザが参照している
かを示す参照情報と共に複製するディレクトリ複製手段
を備えた構成となっている。
【００１７】
【作用】上記の構成により、アクセス方法指示手段から
の指示に従い高性能名前テーブル登録・削除手段が実体
が格納されたコンピュータ名と何人が参照したかを示す
情報をアクセスを発行したホスト上の高性能名前テーブ
ルへ登録することにより、次回からはネットワークアク
セスをすることなくユーザの指定したアクセス効率を満
たすことが可能となる、また、アクセス方法が変化した
場合に、高性能名前テーブル登録・削除手段が何人が参
照したかを示す情報を基に高性能名前テーブルのデータ
を削除することにより不必要なデータを保持することな
く複数のユーザに対し指定したアクセス効率を保証する
ことが可能となる。
【００１８】第２に、ディレクトリ複製手段がパス名指
定中に現れたディレクトリ情報をファイルアクセスをお
こなったホストコンピュータ上に複製することにより途
中までのパス名が同一の新たな名前解決に対し、ネット
ワークアクセスを少なくすることが可能となる。
【００１９】
【実施例】以下、図面を用いて本発明の一実施例につい
て説明する。本実施例では、ユーザの指定するアクセス
方法として、一度解決した名前に関し二度目からの解決
をネットワークアクセスをすることなく解決するタイプ
１と、パス名指定中に現れたディレクトリ情報を保持し
ておくことにより途中までのパス名が同一の新たな名前
解決に対しネットワークアクセスを少なくすタイプ２、
および、従来の方法によるタイプ３の３通りを実現する
場合について説明する。
【００２０】図１は、タイプ１のための高性能名前テー
ブル（ＳＰＮＴ）形式を示す。図１において１０１はパ
ス名欄を、１０２はホストコンピュータ欄を、１０３は
参照カウント欄を示す。
【００２１】パス名欄にはこの欄に格納されるパス名
が、ホストコンピュータ欄にはパス名で示された実体が
格納されているホストコンピュータ名が、参照カウント
欄には格納されたパス名を参照しているプロセスの数が
格納される。したがって、この高性能名前テーブルに格
納されたパス名がアクセスされた場合のパス名解決はテ
ーブル参照でおこなえる。
【００２２】従来の名前キャッシュと異なる点は、参照
カウンタを設けた点である。このカウンタによりユーザ
の望むアクセス効率の達成が可能となる。
【００２３】図２は、タイプ２の高速アクセスをする場
合に使用されるディレクトリの構成をしめす。ディレク
トリは状態情報エリアと名前マップ情報エリアから構成
される。状態情報エリアには、２００でしめされるコピ
ー欄があり、このディレクトリがコピーの結果生成され
たものであるか否かをしめす。２０１は参照カウンタ欄
であり、このディレクトリを参照しているプロセスの数
が格納される。２０２はその他ディレクトリを構成する
のに必要な情報が格納されている。
【００２４】名前マップ情報エリア内には、このディレ
クトリの子供であるディレクトリ名あるいはファイル名
とその実体が格納されているホストコンピュータ名のペ
アが格納される。２０３、２０４はそのペアを示す。
【００２５】図３には、パス名解決が実行された結果ど
のタイプのパス名変換機構を用いるかを指定するset_na
me_resolustion_perf(host_id, pathname, type)と、タ
イプ変更のためのchange_name_resolution_perf(host_i
d, pathname, old_type, new_type)の二つのインタフェ
ースをしめす。
【００２６】set_name_resolution_perfの引数であるho
st_idは、ホストコンピュータの番号を示し、そこにpat
hnameで指定される実体を、typeでしめされるタイプに
応じたパス名解決方式を行っておくことを示す。具体的
にはタイプ１が指定されるとhost_idでしめされたホス
トコンピュータ上にある高性能名前テーブルへの登録が
行われ、タイプ２が指定されるとpathnameを構成してい
るひとつひとつディレクトリが上記のホストコンピュー
タ上にコピーされる。
【００２７】change_name_resolution_pefでは、host_i
ｄで示されるホストコンピュータ上にあるold_typeで指
定されたpathnameをnew_typeで指定されるタイプに変更
することができる。これによりユーザは複数の性能を持
った名前解決方法を指定できる。
【００２８】図４から図８は上記２つの手段の手順をフ
ローチャートで示したものである。インターフェースで
示されたpath_nameを構成する個々のディレクトリはル
ートディレクトリから順次dir[]でしめされる配列に格
納される（４００）。次に４０１ではsetかchangeのい
ずれがしていされたかを判定する。
【００２９】４０３はsetであるのでtypeに応じて処理
が分かれることをしめす。タイプ１であれば図５の５０
０へ、タイプ２であれば図６の６００へ処理がつづく。
それ以外であれば処理は終了である。
【００３０】４０２はタイプの変更であるので、old_ty
peの処理がまずおこなわれる。タイプ１であれば図７の
７００へ、タイプ２であれば図８の８００へ、タイプ３
の場合は、４０４でnew_typeに応じて処理が分かれる。
タイプ１であれば７００へ、タイプ２であれば８００へ
処理が続く。タイプ３の場合は処理は終了する。
【００３１】図５はタイプ１指定を行った場合である。
５００以降の処理がなされる。５０１では、指定された
path_nameがすでにＳＰＮＴに登録されているかを調べ
るものである。もし登録されているなら５０４で参照カ
ウント欄に１を加え、新たなプロセスがこのエントリを
参照していることを覚えるものである。この場合の処理
はこれで終了である。
【００３２】ＳＰＮＴに登録されていない場合は、５０
２で従来例で述べられた通常のパス名解決方式でファイ
ルが格納されているホストコンピュータを探しだすこと
がおこなわれる。続いて５０４でＳＰＮＴに新しいエン
トリを作り、そこにpath_nameとホストコンピュータ番
号を格納し、参照カウント欄を１に設定することがなさ
れる。タイプ１の設定は終了する。
【００３３】図６はタイプ２の設定をする場合のフロー
チャートであり、６００から処理がはじまる。６０１で
は図４で設定されたdir配列を順次用いるために変数ｊ
を１に設定することがおこなわれる。６０２ではdir[j]
に格納されたディレクトリ名をもつホストコンピュータ
名をhost_idで示されるホストコンピュータ上にあるデ
ィレクトリから探すことがなされる。６０３ではこのホ
ストコンピュータ名が、インターフェースの引き数で与
えられたhost_idと等しいかを判定するものである。一
致しなければnode[j]から、dir[j]に格納されたディレ
クトリをコピーし、参照カウント欄を１に設定し、コピ
ー欄をＯＮにすることが６０４でおこなわれる。もし、
一致すればディレクトリはすでにそこに存在することに
なる。その後６０７以降の処理を行う。
【００３４】もしそこにあるディレクトリのコピー欄が
ＯＮであれば、これはどこか別の場所に実体があること
をしめす。６０５ではこの判定がおこなわれる。もしコ
ピーであればディレクトリの参照カウント欄に１を加え
ることが６０６でおこなわれる。
【００３５】これは将来参照カウント欄が０になったコ
ピーディレクトリは削除されるためである。６０７では
ｊに１を加えることでpath_nameに出現した次のディレ
クトリに対する処理をおこなう前準備をする。６０８で
は全てのdir配列要素が処理されたかどうかがチェック
される。模しそうであれば処理は終了し、そうでなけれ
ば６０２の以降の処理を再実行する。
【００３６】図７は、タイプ１指定されていたものが、
別のタイプに変更される時のフローチャートを示したも
のである。処理は７００から始まる。７０１ではnew_ty
peがタイプ１かどうかを調べる。もし、タイプ１であれ
ば、同一タイプへの変更であるので処理は終了する。別
タイプへの変更であれば、７０２でインターフェースの
引き数で指定されたpath_nameをＳＰＮＴから探し出
す。探し出されたエントリ内の参照カウント欄から１を
引く事が７０３でおこなわれる。７０４では参照カウン
ト欄が０かどうかをチェックし、もし０であればどのプ
ロセスもこのエントリを参照していないのでＳＰＮＴか
らこのエントリを削除することが７０５でおこなわれ
る。
【００３７】次に、new_typeに応じて異なる処理を行
う。これは基本的にタイプを設定する方法と同一のもの
である。したがって７０６では、new_typeがタイプ２で
あれば、６００へタイプ３であれば通常の手順でパス名
解決をおこなうことを示すので処理は終了する。
【００３８】図８では、タイプ２指定されたものが別タ
イプに変更される場合のフローチャートを示す。８０１
ではnew_idで指定されたタイプがold_typeと比較され
る。もしnew_typeがタイプ２であれば同一タイプへの変
更であるので処理は終了する。それ以外のタイプ指定で
は、以下の処理がおこなわれる。
【００３９】変数ｊを１にして、dir配列に格納された
ディレクトリのチェックを順次おこうための前準備をす
ることが８０２でなされる。８０３ではdir[j]でしめさ
れるディレクトリがhost_idでしめされたホストコンピ
ュータ上でコピーされたものであるか否かをチェックす
る。もしコピーされていない、つまりそれがディレクト
リの実体である場合は、つぎのpath_name中に出現する
次のディレクトリの処理をおこなうために８０７以降の
処理がおこなわれる。
【００４０】８０４以降はコピーディレクトリに対する
処理である。８０４ではこのディレクトリを参照を取り
消すために参照カウント欄から１を減じる。もし、この
参照カウント欄が０になるとコピーディレクトリを削除
する。これらはそれぞれ８０５、８０６でおこなわれ
る。８０７はつぎのdir配列要素を処理するためのもの
で、変数ｊに１を加えることがおこなわれる。８０８は
すべてのdir配列要素に格納されたディレクトリの処理
が終了したかどうかを判定するものである。終了してい
ない場合は８０３に処理が戻り、終了している場合はne
w_typeに指定されたタイプに応じて処理が分かれる。
【００４１】８０９では、タイプ１が指定された場合は
５００へ、それ以外は処理が終了することがしめされて
いる。
【００４２】以下、実際の指示に従いどのように処理さ
れるのかを、６つのホストコンピュータからシステムが
構成され、パス名ａ／ｂ／ｃ／ｄ／ｅで示されるファイ
ルをアクセスする場合を例に取って説明する。
【００４３】ここで、各ディレクトリ／，／ａ，／ａ／
ｂ，／ａ／ｂ／ｃ，／ａ／ｂ／ｃ／ｄはそれぞれホスト
＿１、ホスト＿３、ホスト＿５、ホスト＿２、ホスト＿
４に実体が格納されているとする。
【００４４】図９は、ホスト＿１からホスト＿６までの
ディレクトリの初期状態とホスト＿１上のＳＰＭＴの初
期状態を示している。／ディレクトリはホスト＿１に、
／ａディレクトリはホスト＿３に、／ａ／ｂディレクト
リはホスト＿５に、／ａ／ｂ／ｃディレクトリはホスト
＿２に、／ａ／ｂ／ｃ／ｄディレクトリはホスト＿４に
実体が格納されていることが示されている。またＳＰＮ
Ｔは空である。
【００４５】この状態で以下の一連の操作をおこなった
場合の動きを説明する。 （１）set_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d/e,
type_1) （２）set_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d/e,
type_2) （３）set_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d/e,
type_1) （４）set_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d/e,
type_2) （５）change_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d
/e, type_2, type_3) （６）change_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d
/e, type_2, type_3) （７）change_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d
/e, type_1, type_3) （８）change_name_resolution_perf(host_1, /a/b/c/d
/e, type_1, type_3) この操作は、どのホストコンピュータで実行されても、
番号の順番に実行される限り、結果は同一となる。
【００４６】図１０は、（１）の実行結果をしめす。図
５の手順が実行されてＳＰＮＴにはパス名／ａ／ｂ／ｃ
／ｄ／ｅがパス名欄に格納され、参照カウンタ欄は１と
なる。
【００４７】図１１は、続いて（２）が実行された結果
を示している。この場合は図６の手順が実行される。そ
の結果host_1上のディレクトリ／ａ，／ａ／ｂ，／ａ／
ｂ／ｃ，／ａ／ｂ／ｃ／ｄには、それぞれホスト＿３、
ホスト＿５、ホスト＿２、ホスト＿３のディレクトリの
中味がコピーされる。コピーされたディレクトリのコピ
ー欄はＯＮとなり、参照カウンタ欄には１が設定され
る。
【００４８】図１２は、（３）の実行結果を示す。
（１）と同様に図５の手順が実行されるが、この場合Ｓ
ＰＮＴにはすでに目的とするパス名が登録されているの
で、参照カウンタ欄には１が加えられ、２人のユーザが
タイプ１でファイル／ａ／ｂ／ｃ／ｄ／ｅを使っている
ことを示す。
【００４９】図１３は、（４）の実行結果を示す。
（２）と同様の処理がなされるが、この場合も先ほどの
場合を同じく、host_1のディレクトリ／ａ，／ａ／ｂ，
／ａ／ｂ／ｃ，／ａ／ｂ／ｃ／ｄにはすでにコピーが存
在しているので参照カウンタ欄に１が加えられ結果は２
となる。
【００５０】図１４は、（５）の実行結果を示す。この
場合はタイプの変更、詳しくはタイプ２からタイプ３へ
の変更であるので、図７と図６の手順が実行される。そ
の結果ホスト＿１のディレクトリ／ａ，／ａ／ｂ，／ａ
／ｂ／ｃ，／ａ／ｂ／ｃ／ｄの参照カウンタ欄から１が
減ぜられる。これらのディレクトリはコピーされたもの
だからである。
【００５１】図１５は、（６）の実行結果を示す。これ
は（５）と同一のものである。違いは、ディレクトリ／
ａ，／ａ／ｂ，／ａ／ｂ／ｃ，／ａ／ｂ／ｃ／ｄの参照
カウンタ欄が０になるので、その中味は削除される。
【００５２】図１６は、（７）の実行結果である。タイ
プ１からタイプ３への変更であるので、図７の手順がお
こなわれて、ＳＰＮＴの参照カウンタ欄は減ぜられて１
になる。
【００５３】図１７は、（８）の実行結果である。
（７）と同一の変更がおこなわれるのであるが、この場
合参照カウンタ欄は０になるので、ＳＰＮＴからパス名
／ａ／ｂ／ｃ／ｄは削除される。
【００５４】ここで注意したいのは、最終状態が初期状
態と同じである。一連の操作の手順がタイプ１、あるい
は２を指定して、最後はタイプ３で終わるような一貫性
のあるのものであれば、必ずこれは保証される。したが
ってＳＮＴＰのエントリあるいはディレクトリにコピー
が残るというわけではなく効率よい管理が可能となる。
【００５５】
【発明の効果】以上のように本発明では、参照カウンタ
を構成要素としたＳＮＴＰとディレクトリのコピーを行
う機構を設け、通常のパス名解決手段とそれらの機構を
もちいたパス名解決手段の組合せをユーザ指定が任意に
指定できることにより、従来不可能であった一定速度で
のパス名解決を行うことが可能になる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の一実施例におけるパス名解決装置の高
性能名前テーブル（ＳＰＮＴ）の構成を示す概念図
【図２】同実施例におけるディレクトリの構造図
【図３】同実施例におけるアクセス方法指示手段からの
指示を示す概念図
【図４】同実施例におけるインタフェースによるタイプ
分類処理を示すフローチャート
【図５】同実施例におけるタイプ１のモードに名前解決
方法を設定するためのフローチャート
【図６】同実施例におけるタイプ２のモードに名前解決
方法を設定するためのフローチャート
【図７】同実施例におけるタイプ１のモード設定がおこ
なわれている名前解決方法を別タイプに変更するための
フローチャート
【図８】同実施例におけるタイプ２のモードで設定が行
われている名前解決方法を別タイプに変更するためのフ
ローチャート
【図９】同実施例におけるディレクトリとＳＰＮＴの初
期状態図
【図１０】同実施例におけるset_name_resolution_perf
(host_1, /a/b/c/d/e, type_1)の実行結果図
【図１１】同実施例におけるset_name_resolution_perf
(host_1, /a/b/c/d/e, type_2)の実行結果図
【図１２】同実施例におけるset_name_resolution_perf
(host_1, /a/b/c/d/e, type_1)の実行結果図
【図１３】同実施例におけるset_name_resolution_perf
(host_1, /a/b/c/d/e, type_2)の実行結果
【図１４】同実施例におけるchange_name_resolution_p
erf(host_1, /a/b/c/d/e, type_2, type_3)の実行結果
図
【図１５】同実施例におけるchange_name_resolution_p
erf(host_1, /a/b/c/d/e, type_2, type_3)の実行結果
図
【図１６】同実施例におけるchange_name_resolution_p
erf(host_1, /a/b/c/d/e, type_1, type_3)の実行結果
図
【図１７】同実施例におけるchange_name_resolution_p
erf(host_1, /a/b/c/d/e, type_1, type_3)の実行結果
図
【図１８】同実施例及び従来技術における木構造を持っ
たファイルシステムにおけるパス指定を示す概念図
【図１９】同実施例及び従来技術における分散システム
におけるディレクトリ構造を示す概念図
【図２０】従来技術における名前キャッシュの構造を示
す概念図
【符号の説明】
１０１ パス名欄 １０２ ホストコンピュータ名欄 １０３ 参照カウンタ欄 １８０ ルートディレクトリ １８１ ディレクトリａ １８２ ディレクトリｂ １８３ ファイルｃ １９０ ディレクトリ／ １９１ リンク １９２ ディレクトリ／ａ １９３ リンク １９４ ディレクトリ／ａ／ｂ ２００ コピー欄 ２０１ 参照カウンタ欄 ２０２ 他の状態情報格納欄 ２０３ 構成要素名とホストコンピュータ名のペア欄 ２０４ 構成要素名とホストコンピュータ名のペア欄 ２０５ 構成要素名とホストコンピュータ名のペア欄

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 パス名と前記パス名で示される実体が格
    納されたホストコンピュータ名と前記実体を何人のユー
    ザが参照しているかを示す参照カウントを要素とするデ
    ータを格納する高性能名前テーブルと、アクセス方法を
    指示するアクセス方法指示手段と、前記アクセス方法指
    示手段から指示されたアクセス方法に従い前記高性能名
    前テーブルへの前記データの登録・削除を行う高性能名
    前テーブル登録・削除手段とを備えたパス名解決装置。
  2. 【請求項２】 アクセス方法を指示するアクセス方法指
    示手段と、前記アクセス方法指示手段により指示された
    アクセス方法に従いパス名解決に要した個々のディレク
    トリをアクセスを発行したホストコンピュータ上に前記
    ディレクトリがコピーであるかどうかを示すコピー情報
    と前記ディレクトリを何人のユーザが参照しているかを
    示す参照情報と共に複製するディレクトリ複製手段を備
    えたパス名解決装置。
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