JPH08255122A - クラスタ化コンピューティング・システムのディスク・アクセス・パスにおける障害から回復する方法および関連する装置 - Google Patents
クラスタ化コンピューティング・システムのディスク・アクセス・パスにおける障害から回復する方法および関連する装置Info
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 クラスタ化コンピューティング・システムの
ディスク・アクセス・パスにおける障害から回復するシ
ステムおよび方法を提供する。 【解決の手段】 クラスタ化コンピューティング・シス
テムの各ノードに、各ノードで実行されているアプリケ
ーションからの物理ディスク・アクセス要求を処理し、
ディスクが物理的に接続されている適切なサーバにディ
スク・アクセス要求を送る代理ソフトウェアを備える。
各ノード上の代理ソフトウェアは、そのノードから出さ
れたすべての保留中の要求に関する状態情報を維持す
る。ディスク・アクセス・パス上での障害の検出に応答
して、すべてのノード上の代理ソフトウエアは、それ以
降のすべてのディスク・アクセス要求を、同じディスク
に物理的に接続されている２次ノードに送る。
ディスク・アクセス・パスにおける障害から回復するシ
ステムおよび方法を提供する。 【解決の手段】 クラスタ化コンピューティング・シス
テムの各ノードに、各ノードで実行されているアプリケ
ーションからの物理ディスク・アクセス要求を処理し、
ディスクが物理的に接続されている適切なサーバにディ
スク・アクセス要求を送る代理ソフトウェアを備える。
各ノード上の代理ソフトウェアは、そのノードから出さ
れたすべての保留中の要求に関する状態情報を維持す
る。ディスク・アクセス・パス上での障害の検出に応答
して、すべてのノード上の代理ソフトウエアは、それ以
降のすべてのディスク・アクセス要求を、同じディスク
に物理的に接続されている２次ノードに送る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は分散コンピューティ
ング環境に関する。具体的には、本発明はクラスタ内の
各プロセッサがクラスタ内の任意のディスクにアクセス
することができるプロセッサ・クラスタで用いる方法に
係わる。
ング環境に関する。具体的には、本発明はクラスタ内の
各プロセッサがクラスタ内の任意のディスクにアクセス
することができるプロセッサ・クラスタで用いる方法に
係わる。
【０００２】強力なマイクロプロセッサが利用可能にな
ったために、クラスタはモノリシック・システムに代わ
る魅力的なシステムとなっている。計算を複数のノード
間で分割することができるアプリケーションは、このア
ーキテクチャを利用することができ、それによって一般
にはモノリシック・システムよりも優れた価格性能比を
得ることができる。このようなアプリケーションとして
は、大規模な科学計算、データベースおよびトランザク
ション処理システム、意志決定支援システムなどがあ
る。
ったために、クラスタはモノリシック・システムに代わ
る魅力的なシステムとなっている。計算を複数のノード
間で分割することができるアプリケーションは、このア
ーキテクチャを利用することができ、それによって一般
にはモノリシック・システムよりも優れた価格性能比を
得ることができる。このようなアプリケーションとして
は、大規模な科学計算、データベースおよびトランザク
ション処理システム、意志決定支援システムなどがあ
る。
【０００３】マイクロプロセッサ・クラスタは、ネット
ワークや通信交換機などのプロセッサ間連絡機構で結合
されたいくつかの個別のコンピューティング・システム
から成る。各コンピューティング・システムは固有のプ
ロセッサ、メモリ、および入出力サブシステムを備えて
おり、オペレーティング・システムの個々のインスタン
スを実行する。しかし、最大限の利益を得るためには、
アプリケーションは特定のコンピューティング・システ
ムにはこだわらずに、クラスタ内のすべてのノードを同
等のものとして扱うことができることが望ましい。これ
ができることを「単一システム・イメージ」と呼ぶこと
がある。
ワークや通信交換機などのプロセッサ間連絡機構で結合
されたいくつかの個別のコンピューティング・システム
から成る。各コンピューティング・システムは固有のプ
ロセッサ、メモリ、および入出力サブシステムを備えて
おり、オペレーティング・システムの個々のインスタン
スを実行する。しかし、最大限の利益を得るためには、
アプリケーションは特定のコンピューティング・システ
ムにはこだわらずに、クラスタ内のすべてのノードを同
等のものとして扱うことができることが望ましい。これ
ができることを「単一システム・イメージ」と呼ぶこと
がある。
【０００４】単一システム・イメージの有用な点は、同
じ入出力資源をクラスタ内のすべてのプロセッサが等し
く使用できる必要があることである。これによって、処
理タスクをプロセッサ間で自由に移動させることができ
る。さらに、計算のためにデータ共用モデルを採用する
並列アプリケーションの開発が容易になる。
じ入出力資源をクラスタ内のすべてのプロセッサが等し
く使用できる必要があることである。これによって、処
理タスクをプロセッサ間で自由に移動させることができ
る。さらに、計算のためにデータ共用モデルを採用する
並列アプリケーションの開発が容易になる。
【０００５】すべてのプロセッサに同一入出力資源を、
好ましくは可用性の高い方式で提供するために、様々な
手法をとることができる。データ複製は、特に読取り専
用データの場合には最も単純な手法であるが、コストが
高くなり（資源を共用しないため）、時間の経過により
情報が変化すると困難が生ずる。
好ましくは可用性の高い方式で提供するために、様々な
手法をとることができる。データ複製は、特に読取り専
用データの場合には最も単純な手法であるが、コストが
高くなり（資源を共用しないため）、時間の経過により
情報が変化すると困難が生ずる。
【０００６】もう１つの手法は、多くのプロセッサに物
理的に接続することができる装置を用意することであ
る。たとえば、ツインテール（デュアル・ポート）ディ
スクが一般的である。４テール・ディスクや８テール・
ディスクも構築可能だが、より高価になり、操作も難し
くなる。
理的に接続することができる装置を用意することであ
る。たとえば、ツインテール（デュアル・ポート）ディ
スクが一般的である。４テール・ディスクや８テール・
ディスクも構築可能だが、より高価になり、操作も難し
くなる。
【０００７】上記のいずれの場合も、各プロセッサは資
源に対して独立してアクセスすることができ、プロセッ
サやアダプタに障害が起こった場合にデータへの継続ア
クセスを行うための処置が不要である。
源に対して独立してアクセスすることができ、プロセッ
サやアダプタに障害が起こった場合にデータへの継続ア
クセスを行うための処置が不要である。
【０００８】ＮＦＳ、ＡＦＳ、ＤＦＳなどの分散ファイ
ル・システムは、そのサービス用に意図されている特定
の入出力装置にはこだわらずに、それらのサービスをク
ラスタ内のプロセッサに提供する。これによって、それ
らのサービスのための入出力装置の使用が制限され、し
たがってメモリ階層内のデータの場所を明示的に認識し
ているアプリケーションには不適切である。たとえば、
データベース・システムはそれらのサービスを提供する
ためにファイル・システムに依拠せず、それ自身のバッ
ファリングに依拠することができ、ディスク上のデータ
を固有の方法で配列することができる。この場合、アプ
リケーションにとっては入出力装置への直接アクセスの
方が好ましい。
ル・システムは、そのサービス用に意図されている特定
の入出力装置にはこだわらずに、それらのサービスをク
ラスタ内のプロセッサに提供する。これによって、それ
らのサービスのための入出力装置の使用が制限され、し
たがってメモリ階層内のデータの場所を明示的に認識し
ているアプリケーションには不適切である。たとえば、
データベース・システムはそれらのサービスを提供する
ためにファイル・システムに依拠せず、それ自身のバッ
ファリングに依拠することができ、ディスク上のデータ
を固有の方法で配列することができる。この場合、アプ
リケーションにとっては入出力装置への直接アクセスの
方が好ましい。
【０００９】可用性の高さの点から見れば、ＨＡ−ＮＦ
ＳはＮＦＳクライアントに可用性の高いＮＦＳサーバを
提供するが、高可用性を可能にする重要な機能を提供す
るために、基礎にあるネットワーク技術（ＩＰアドレス
引継ぎ）にかなり依拠している。
ＳはＮＦＳクライアントに可用性の高いＮＦＳサーバを
提供するが、高可用性を可能にする重要な機能を提供す
るために、基礎にあるネットワーク技術（ＩＰアドレス
引継ぎ）にかなり依拠している。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、すべ
てのノードにすべての入出力装置を接続しなくてもクラ
スタ内のプロセッサが入出力装置を共用することができ
るシステムにおいて、ノードやアダプタの障害からの透
過的回復機能を提供し、障害にもかかわらず影響を受け
なかったノードで実行されているアプリケーションが処
理を継続できるようにすることである。透過（transpar
ent）とは、アプリケーションが、障害発生の前に出し
た要求を再発行する必要がないという意味である。
てのノードにすべての入出力装置を接続しなくてもクラ
スタ内のプロセッサが入出力装置を共用することができ
るシステムにおいて、ノードやアダプタの障害からの透
過的回復機能を提供し、障害にもかかわらず影響を受け
なかったノードで実行されているアプリケーションが処
理を継続できるようにすることである。透過（transpar
ent）とは、アプリケーションが、障害発生の前に出し
た要求を再発行する必要がないという意味である。
【００１１】
【課題を解決するための手段】したがって、本発明はク
ラスタ化コンピューティング・システムのディスク・ア
クセス・パスの障害から回復するシステムおよび方法を
提供する。クラスタ化コンピューティング・システムの
各ノードには、そのノードで実行されているアプリケー
ションからの物理ディスク・アクセス要求を処理し、そ
のディスク・アクセス要求を、そのディスクが物理的に
接続されている適切なサーバに送るための代理ソフトウ
ェアが用意される。各ノード上の代理ソフトウェアは、
そのノードから出されたすべての保留中の要求に関する
状況情報を維持する。ディスク・アクセス・パス（たと
えばノードやディスク・アダプタなど）での障害の検出
に応答して、すべてのノード上の代理ソフトウェアはそ
れ以降のディスク・アクセス要求をすべて、同じディス
クに物理的に接続されている２次ノードに送る。
ラスタ化コンピューティング・システムのディスク・ア
クセス・パスの障害から回復するシステムおよび方法を
提供する。クラスタ化コンピューティング・システムの
各ノードには、そのノードで実行されているアプリケー
ションからの物理ディスク・アクセス要求を処理し、そ
のディスク・アクセス要求を、そのディスクが物理的に
接続されている適切なサーバに送るための代理ソフトウ
ェアが用意される。各ノード上の代理ソフトウェアは、
そのノードから出されたすべての保留中の要求に関する
状況情報を維持する。ディスク・アクセス・パス（たと
えばノードやディスク・アダプタなど）での障害の検出
に応答して、すべてのノード上の代理ソフトウェアはそ
れ以降のディスク・アクセス要求をすべて、同じディス
クに物理的に接続されている２次ノードに送る。
【００１２】好ましい実施例では、代理ソフトウェア
は、仮想装置を定義し、それらの装置への入出力要求を
代行受信し、実装置が物理的に接続されている適切なサ
ーバ・プロセッサに要求を（書込の場合はデータも）送
ることによって、プロセッサが遠隔プロセッサに物理的
に接続されている入出力装置にアクセスできるようにす
る、ソフトウェア層として実現される。サーバ・プロセ
ッサは実際の入出力動作を行い、要求元のプロセッサに
完了メッセージを（読取りの場合はデータも）を返す。
要求元のプロセッサは完了メッセージを受け取ると、そ
れに応じて、要求を出したプロセスに通知する。
は、仮想装置を定義し、それらの装置への入出力要求を
代行受信し、実装置が物理的に接続されている適切なサ
ーバ・プロセッサに要求を（書込の場合はデータも）送
ることによって、プロセッサが遠隔プロセッサに物理的
に接続されている入出力装置にアクセスできるようにす
る、ソフトウェア層として実現される。サーバ・プロセ
ッサは実際の入出力動作を行い、要求元のプロセッサに
完了メッセージを（読取りの場合はデータも）を返す。
要求元のプロセッサは完了メッセージを受け取ると、そ
れに応じて、要求を出したプロセスに通知する。
【００１３】ツインテール・ディスクの場合は、次のよ
うにして高可用性を実現することができる。あるディス
クについて、そのディスクに接続されているプロセッサ
の１つを１次サーバとして指定する。正常動作時には、
クラスタ内の任意の場所から出されたそのディスクへの
入出力要求は、１次サーバに送られる。１次サーバまた
はそのディスク・アダプタに障害が発生すると、そのデ
ィスクに接続されている他のプロセッサの１つがそのデ
ィスクの１次サーバになり、各プロセッサ上にある要求
経路指定情報が変更され、新たな要求があれば新しい１
次サーバに送られる。
うにして高可用性を実現することができる。あるディス
クについて、そのディスクに接続されているプロセッサ
の１つを１次サーバとして指定する。正常動作時には、
クラスタ内の任意の場所から出されたそのディスクへの
入出力要求は、１次サーバに送られる。１次サーバまた
はそのディスク・アダプタに障害が発生すると、そのデ
ィスクに接続されている他のプロセッサの１つがそのデ
ィスクの１次サーバになり、各プロセッサ上にある要求
経路指定情報が変更され、新たな要求があれば新しい１
次サーバに送られる。
【００１４】好ましい実施例では、サーバにはまったく
状態がなく、保留中の遠隔要求の全状態がクライアント
で維持される。したがって、サーバまたはアダプタに障
害が発生した場合、障害発生前に出された保留中の要求
は、クライアントが新しいサーバに対して再発行するこ
とができ、アプリケーションにはその障害が見えない。
状態がなく、保留中の遠隔要求の全状態がクライアント
で維持される。したがって、サーバまたはアダプタに障
害が発生した場合、障害発生前に出された保留中の要求
は、クライアントが新しいサーバに対して再発行するこ
とができ、アプリケーションにはその障害が見えない。
【００１５】
【発明の実施の形態】図１は、回復可能仮想共用ディス
ク・サブシステムを組み込んだ本発明の好ましい実施例
のブロック図である。これには、独立コンピューティン
グ・ノード（以下ノードという）１００−１ないし１０
０−Ｎの集合（クラスタ）が含まれている。
ク・サブシステムを組み込んだ本発明の好ましい実施例
のブロック図である。これには、独立コンピューティン
グ・ノード（以下ノードという）１００−１ないし１０
０−Ｎの集合（クラスタ）が含まれている。
【００１６】各ノードはプロセッサとメモリを有してお
り、ノード１００−１の場合はプロセッサには１５０−
１、メモリには２００−１のようにラベルを付けて示し
てある（ノード１００−Ｎの場合は１５０−Ｎと２００
−Ｎ）。当業者には、各ノードが別個のメモリを有する
ことも複数のノードが共用メモリを有することもできる
ことが容易に理解されよう。
り、ノード１００−１の場合はプロセッサには１５０−
１、メモリには２００−１のようにラベルを付けて示し
てある（ノード１００−Ｎの場合は１５０−Ｎと２００
−Ｎ）。当業者には、各ノードが別個のメモリを有する
ことも複数のノードが共用メモリを有することもできる
ことが容易に理解されよう。
【００１７】ノードは、相互接続５００を介して通信す
る。相互接続５００は、交換機、ローカル・エリア・ネ
ットワーク、共用メモリ、またはクラスタ内のノードの
データ交換を可能にする他の任意の種類の媒体とするこ
とができる。
る。相互接続５００は、交換機、ローカル・エリア・ネ
ットワーク、共用メモリ、またはクラスタ内のノードの
データ交換を可能にする他の任意の種類の媒体とするこ
とができる。
【００１８】各ノードはいくつかのディスク・アダプタ
を有しており、ノード１００−１の場合は３００−１−
１ないし３００−１−Ｉというラベルを付けて示してあ
る（ノード１００−Ｎの場合は３００−Ｎ−１ないし３
００−Ｎ−Ｉ）。アダプタ３００−１−１には、４００
−１−１−１ないし４００−１−１−Ｊというラベルで
示されているディスクが接続されている（アダプタ３０
０−Ｎ−Ｉには４００−Ｎ−Ｉ−１ないし４００−Ｎ−
Ｉ−Ｊというラベルのディスクが接続されている）。１
ノード当たりのアダプタ数は、すべてのノードについて
同じである必要はない。また、１アダプタ当たりのディ
スク数はすべてのディスク・アダプタについて同じであ
る必要はない。全くディスク・アダプタを持たないノー
ドもあり得る。
を有しており、ノード１００−１の場合は３００−１−
１ないし３００−１−Ｉというラベルを付けて示してあ
る（ノード１００−Ｎの場合は３００−Ｎ−１ないし３
００−Ｎ−Ｉ）。アダプタ３００−１−１には、４００
−１−１−１ないし４００−１−１−Ｊというラベルで
示されているディスクが接続されている（アダプタ３０
０−Ｎ−Ｉには４００−Ｎ−Ｉ−１ないし４００−Ｎ−
Ｉ−Ｊというラベルのディスクが接続されている）。１
ノード当たりのアダプタ数は、すべてのノードについて
同じである必要はない。また、１アダプタ当たりのディ
スク数はすべてのディスク・アダプタについて同じであ
る必要はない。全くディスク・アダプタを持たないノー
ドもあり得る。
【００１９】複数のノードによって共用されるディスク
は、ノードが直接接続されている物理ディスクをアドレ
ス指定するために使用するのと同じプログラミング・イ
ンターフェースを使用して、クラスタ全体を通じて共通
の名前でアドレス指定される。これによって、ディスク
がクラスタ内の各ノードに物理的に接続されているよう
な錯覚が生ずる。このようなアクセスを可能にするソフ
トウェアおよびプログラミング・インターフェースを仮
想共用ディスクと呼ぶ。
は、ノードが直接接続されている物理ディスクをアドレ
ス指定するために使用するのと同じプログラミング・イ
ンターフェースを使用して、クラスタ全体を通じて共通
の名前でアドレス指定される。これによって、ディスク
がクラスタ内の各ノードに物理的に接続されているよう
な錯覚が生ずる。このようなアクセスを可能にするソフ
トウェアおよびプログラミング・インターフェースを仮
想共用ディスクと呼ぶ。
【００２０】各プロセッサのメモリには、代理論理と、
仮想共用ディスクに関する状態データが入っている。状
態データには、従来オペレーティング・システムが物理
接続ディスクのために維持しているタイプのデータ（た
とえば装置状態、装置名、保留中の要求に関する情報な
ど）の他に、以下で述べるようなある種の追加情報も含
まれる。この論理および関連データは、ノード１００−
１の場合はブロック２５０−１として示されている（ノ
ード１００−Ｎの場合は２５０−Ｎ）。ノード１００−
Ｋのためのこのようなブロックを、図７に詳細に示して
ある。代理論理は、図７でブロック２５０−Ｋ−Ａとし
て示されている。
仮想共用ディスクに関する状態データが入っている。状
態データには、従来オペレーティング・システムが物理
接続ディスクのために維持しているタイプのデータ（た
とえば装置状態、装置名、保留中の要求に関する情報な
ど）の他に、以下で述べるようなある種の追加情報も含
まれる。この論理および関連データは、ノード１００−
１の場合はブロック２５０−１として示されている（ノ
ード１００−Ｎの場合は２５０−Ｎ）。ノード１００−
Ｋのためのこのようなブロックを、図７に詳細に示して
ある。代理論理は、図７でブロック２５０−Ｋ−Ａとし
て示されている。
【００２１】ノードまたはアダプタに障害が発生した場
合に、アクセス可能な状態のままでいる必要があるディ
スクは、いくつかの異なるノード上の複数のアダプタに
接続されている。図２にツインテール・ディスクの構成
を示す。この図で、ディスク４００−Ｌ−Ｐ−Ｘは、ノ
ード１００−Ｌ上のアダプタ３００−Ｌ−Ｐと、ノード
１００−Ｍ上のアダプタ３００−Ｍ−Ｑに接続されてい
る。
合に、アクセス可能な状態のままでいる必要があるディ
スクは、いくつかの異なるノード上の複数のアダプタに
接続されている。図２にツインテール・ディスクの構成
を示す。この図で、ディスク４００−Ｌ−Ｐ−Ｘは、ノ
ード１００−Ｌ上のアダプタ３００−Ｌ−Ｐと、ノード
１００−Ｍ上のアダプタ３００−Ｍ−Ｑに接続されてい
る。
【００２２】正常動作時には、どのディスクの場合も、
そのテールの１つが１次テールとして選択されている。
どのノードも、現在１次テールを保持しているノードに
システム内のすべての仮想ディスクをマップするテーブ
ル（図７のブロック２５０−Ｋ−Ｂ）を有する。１次テ
ールは使用される唯一のテールである。ディスクの他の
テールは待機している。
そのテールの１つが１次テールとして選択されている。
どのノードも、現在１次テールを保持しているノードに
システム内のすべての仮想ディスクをマップするテーブ
ル（図７のブロック２５０−Ｋ−Ｂ）を有する。１次テ
ールは使用される唯一のテールである。ディスクの他の
テールは待機している。
【００２３】どのノードで実行されているアプリケーシ
ョンも、すべてのディスクがローカルに接続されている
かのように任意のディスクについて入出力要求を出すこ
とができる。要求元のノードでの要求を処理する論理
を、図３に示す。要求が出されると（ブロック７０
０）、前述のマップ２５０−Ｋ−Ｂを検査してどのノー
ドが１次テールを持っているかが調べられる（ブロック
７１０）。要求元のノードがサーバ・ノードでもある場
合（すなわち１次テールを持っている場合）、要求はロ
ーカルで処理される（ブロック７１５）。サーバ・ノー
ドが要求元のノードとは異なる場合は、サーバ・ノード
に要求記述子が送られる（ブロック７２０）。要求が書
込み要求の場合（ブロック７３０で判断される）、書き
込まれるデータもサーバに送られる（ブロック７４
０）。
ョンも、すべてのディスクがローカルに接続されている
かのように任意のディスクについて入出力要求を出すこ
とができる。要求元のノードでの要求を処理する論理
を、図３に示す。要求が出されると（ブロック７０
０）、前述のマップ２５０−Ｋ−Ｂを検査してどのノー
ドが１次テールを持っているかが調べられる（ブロック
７１０）。要求元のノードがサーバ・ノードでもある場
合（すなわち１次テールを持っている場合）、要求はロ
ーカルで処理される（ブロック７１５）。サーバ・ノー
ドが要求元のノードとは異なる場合は、サーバ・ノード
に要求記述子が送られる（ブロック７２０）。要求が書
込み要求の場合（ブロック７３０で判断される）、書き
込まれるデータもサーバに送られる（ブロック７４
０）。
【００２４】ブロック７５０で、要求（読取りまたは書
込み）は、遠隔サーバからの応答を待つ。応答が到着
し、要求が読取り要求だった場合（ブロック７６０で判
断される）は、ネットワークに着信したデータが元の要
求に提供される（ブロック７７０）。要求が読取りでな
かった場合、その要求は完了する（ブロック７８０）。
込み）は、遠隔サーバからの応答を待つ。応答が到着
し、要求が読取り要求だった場合（ブロック７６０で判
断される）は、ネットワークに着信したデータが元の要
求に提供される（ブロック７７０）。要求が読取りでな
かった場合、その要求は完了する（ブロック７８０）。
【００２５】要求記述子には、従来オペレーティング・
システムが物理ディスク装置ドライバに送っているのと
同じタイプのデータ（たとえば、装置名、オフセット、
要求のサイズ、オプション・フラグ、要求タイプなど）
の他に、要求元のノード、固有要求識別子、１次ノード
のアドレスなどの追加情報が含まれる。
システムが物理ディスク装置ドライバに送っているのと
同じタイプのデータ（たとえば、装置名、オフセット、
要求のサイズ、オプション・フラグ、要求タイプなど）
の他に、要求元のノード、固有要求識別子、１次ノード
のアドレスなどの追加情報が含まれる。
【００２６】サーバ・ノードで要求を処理するための論
理を、図４に示す。要求（ブロック８００）は、ローカ
ルで実行されているプロセスが出したものであっても遠
隔ノードからネットワークに着信したものであってもよ
い。ブロック８１０で、装置に対してアクセス要求が出
される。ブロック８２０で、この論理は要求元を判断す
る。入出力が完了すると、ローカルで出された要求の場
合には操作が完了し、要求元のプロセスに通知される。
別のノードで出された要求の場合は、ブロック８３０で
要求元のノードに応答が送り返される。要求が読取り要
求だった場合は、読み取られたデータも送られる。要求
元のノードに応答が届くと、操作は完了し、要求元のプ
ロセスに通知される。
理を、図４に示す。要求（ブロック８００）は、ローカ
ルで実行されているプロセスが出したものであっても遠
隔ノードからネットワークに着信したものであってもよ
い。ブロック８１０で、装置に対してアクセス要求が出
される。ブロック８２０で、この論理は要求元を判断す
る。入出力が完了すると、ローカルで出された要求の場
合には操作が完了し、要求元のプロセスに通知される。
別のノードで出された要求の場合は、ブロック８３０で
要求元のノードに応答が送り返される。要求が読取り要
求だった場合は、読み取られたデータも送られる。要求
元のノードに応答が届くと、操作は完了し、要求元のプ
ロセスに通知される。
【００２７】プロセッサまたはアダプタに障害が発生す
ると、従来の方式でそれが検出され、それに応じてすべ
てのノードに通知される。当業者には、障害の検出に様
々な機構（たとえば定期診断に基づくものなど）を使用
できることが容易に理解されよう。
ると、従来の方式でそれが検出され、それに応じてすべ
てのノードに通知される。当業者には、障害の検出に様
々な機構（たとえば定期診断に基づくものなど）を使用
できることが容易に理解されよう。
【００２８】ノードの障害の場合、影響を受ける仮想共
用ディスクは、障害を起こしたノードを基礎物理装置の
１次テールとして使用していたディスクである。アダプ
タの障害の場合は、影響を受ける仮想共用ディスクは、
基礎物理装置の１次テールが障害を起こしたアダプタに
接続されていたディスクである。影響を受けるすべての
仮想共用ディスクのために、基礎物理装置の別のテール
が新しい１次テールとして選択される。選択は、（所定
の優先順位に基づいて）静的にも（ランタイム情報を使
用する方針モジュールによって）動的にも行うことがで
きる。動的な選択論理は、残りの活動テール間のロード
・バランシングを達成しようとするものであってもよ
い。
用ディスクは、障害を起こしたノードを基礎物理装置の
１次テールとして使用していたディスクである。アダプ
タの障害の場合は、影響を受ける仮想共用ディスクは、
基礎物理装置の１次テールが障害を起こしたアダプタに
接続されていたディスクである。影響を受けるすべての
仮想共用ディスクのために、基礎物理装置の別のテール
が新しい１次テールとして選択される。選択は、（所定
の優先順位に基づいて）静的にも（ランタイム情報を使
用する方針モジュールによって）動的にも行うことがで
きる。動的な選択論理は、残りの活動テール間のロード
・バランシングを達成しようとするものであってもよ
い。
【００２９】クラスタ内のノードの１つをコーディネー
タとして指定する。コーディネータは、クラスタ内のす
べてのノードに障害を通知する。コーディネータが実行
する論理を図５に示す。各関係ノードの論理を図６に示
す。コーディネータは関係ノードでもある。
タとして指定する。コーディネータは、クラスタ内のす
べてのノードに障害を通知する。コーディネータが実行
する論理を図５に示す。各関係ノードの論理を図６に示
す。コーディネータは関係ノードでもある。
【００３０】障害が検出されると（ブロック９００）、
コーディネータはすべての関係ノードにメッセージを同
報通信し（ブロック９１０）、影響を受けた仮想共用デ
ィスクを中断させるように指示する。このメッセージを
受信すると（ブロック１０００）、各関係ノードは影響
を受けた仮想共用ディスクを中断させる（ブロック１０
１０）。仮想共用ディスクの中断とは、その仮想装置を
一時的に１次テールを持たないものとしてマークするこ
とを意味する。障害を起こしたサーバに送られていた保
留中の要求は、要求元のクライアントによって、この目
的のために用意されている待ち行列に保管される。仮想
装置の中断中に到着した要求も、要求元のクライアント
によって同じ待ち行列に入れられる。
コーディネータはすべての関係ノードにメッセージを同
報通信し（ブロック９１０）、影響を受けた仮想共用デ
ィスクを中断させるように指示する。このメッセージを
受信すると（ブロック１０００）、各関係ノードは影響
を受けた仮想共用ディスクを中断させる（ブロック１０
１０）。仮想共用ディスクの中断とは、その仮想装置を
一時的に１次テールを持たないものとしてマークするこ
とを意味する。障害を起こしたサーバに送られていた保
留中の要求は、要求元のクライアントによって、この目
的のために用意されている待ち行列に保管される。仮想
装置の中断中に到着した要求も、要求元のクライアント
によって同じ待ち行列に入れられる。
【００３１】影響を受けた装置の中断後、各関係ノード
はコーディネータに肯定応答を送り（ブロック１０２
０）、（影響を受けたＶＳＤについてはそれ以上の処置
を取らずに）コーディネータから再開メッセージを受信
するのを待つ（ブロック１０３０）。その他の処理は影
響を受けない。コーディネータは、すべての関係ノード
が応答するのを待ってから（ブロック９２０）、影響を
受けた仮想共用ディスクを再開するようにすべてのノー
ドにメッセージを同報通信する（ブロック９３０）。こ
のメッセージを受け取ると、各関係ノードは影響を受け
た仮想装置を再開する（ブロック１０４０）。仮想装置
の再開とは、選択された新しい１次テールを持つノード
が、その仮想装置の宛先マップに記録されることを意味
する。再開後、関係ノードはコーディネータに肯定応答
を送り（ブロック１０５０）、ブロック１０６０ですべ
ての保留中の要求（中断前に保留になっていたものだけ
でなく中断期間中に開始された要求も）が、その装置の
新しいサーバに対して再発行される。コーディネータは
すべてのノードから２回目の肯定応答を集める（ブロッ
ク９４０）。
はコーディネータに肯定応答を送り（ブロック１０２
０）、（影響を受けたＶＳＤについてはそれ以上の処置
を取らずに）コーディネータから再開メッセージを受信
するのを待つ（ブロック１０３０）。その他の処理は影
響を受けない。コーディネータは、すべての関係ノード
が応答するのを待ってから（ブロック９２０）、影響を
受けた仮想共用ディスクを再開するようにすべてのノー
ドにメッセージを同報通信する（ブロック９３０）。こ
のメッセージを受け取ると、各関係ノードは影響を受け
た仮想装置を再開する（ブロック１０４０）。仮想装置
の再開とは、選択された新しい１次テールを持つノード
が、その仮想装置の宛先マップに記録されることを意味
する。再開後、関係ノードはコーディネータに肯定応答
を送り（ブロック１０５０）、ブロック１０６０ですべ
ての保留中の要求（中断前に保留になっていたものだけ
でなく中断期間中に開始された要求も）が、その装置の
新しいサーバに対して再発行される。コーディネータは
すべてのノードから２回目の肯定応答を集める（ブロッ
ク９４０）。
【００３２】前述の２フェーズ・コミットの変形以外の
合意プロトコルを使用して、障害の影響を受けた仮想共
用ディスクの中断と再開を行うこともできる。さらに、
コーディネータが障害を起こした場合は、別のコーディ
ネータを選択して回復の調整を行わせることができる。
合意プロトコルを使用して、障害の影響を受けた仮想共
用ディスクの中断と再開を行うこともできる。さらに、
コーディネータが障害を起こした場合は、別のコーディ
ネータを選択して回復の調整を行わせることができる。
【００３３】頻繁にアクセスされるデータまたは最近ア
クセスされたデータが入っているバッファを、ディスク
の１次テールを持つノードのメモリで維持することがで
きる。要求されたデータがメモリに入っている場合、バ
ッファに入れられているメモリ・コピーが使用される。
それ以外の場合は、物理ディスク・アクセスを行わなけ
ればならない。
クセスされたデータが入っているバッファを、ディスク
の１次テールを持つノードのメモリで維持することがで
きる。要求されたデータがメモリに入っている場合、バ
ッファに入れられているメモリ・コピーが使用される。
それ以外の場合は、物理ディスク・アクセスを行わなけ
ればならない。
【００３４】ツインテールまたは一般的にマルチテール
・ディスクの場合、ディスクに物理的に接続されている
任意のノードがサーバとして機能することができる。さ
らに、ディスクに物理的に接続されているプロセッサの
任意のサブセットが同時に複数のサーバとして機能する
こともできる。すなわち、同時に活動状態になっている
１次テールが複数あってもよい。ある特定のディスクに
接続されていないノードは、その活動サーバのいずれか
に要求を送ることによってそのディスクにアクセスする
ことができる。サーバの選択は静的にも動的にも行うこ
とができる。
・ディスクの場合、ディスクに物理的に接続されている
任意のノードがサーバとして機能することができる。さ
らに、ディスクに物理的に接続されているプロセッサの
任意のサブセットが同時に複数のサーバとして機能する
こともできる。すなわち、同時に活動状態になっている
１次テールが複数あってもよい。ある特定のディスクに
接続されていないノードは、その活動サーバのいずれか
に要求を送ることによってそのディスクにアクセスする
ことができる。サーバの選択は静的にも動的にも行うこ
とができる。
【００３５】障害が発生した場合に処理され転送される
ディスク・アクセスは、ファイル・システム操作ではな
く物理アクセス・コマンドであるものと理解されたい。
言い換えると、本発明のシステムでは、仮想共用ディス
クを有する各ノードは、そのノードに物理ディスクがデ
ィスク・アダプタを介して直接接続されているかのよう
に、ディスク装置ドライバにコマンド（物理ディスクの
特定の場所での読取りと書込みなど）を出す。これらの
コマンドは、仮想共用ディスク・ソフトウェアから、デ
ィスクの１次テール（ポート）が直接接続されているノ
ード上のディスク・ドライバ・ソフトウェアに渡され、
次にその仮想共用ディスク・ソフトウェアが、接続され
ているポートを介してディスク制御装置にコマンドを出
す。
ディスク・アクセスは、ファイル・システム操作ではな
く物理アクセス・コマンドであるものと理解されたい。
言い換えると、本発明のシステムでは、仮想共用ディス
クを有する各ノードは、そのノードに物理ディスクがデ
ィスク・アダプタを介して直接接続されているかのよう
に、ディスク装置ドライバにコマンド（物理ディスクの
特定の場所での読取りと書込みなど）を出す。これらの
コマンドは、仮想共用ディスク・ソフトウェアから、デ
ィスクの１次テール（ポート）が直接接続されているノ
ード上のディスク・ドライバ・ソフトウェアに渡され、
次にその仮想共用ディスク・ソフトウェアが、接続され
ているポートを介してディスク制御装置にコマンドを出
す。
【００３６】以上、本発明について好ましい実施例を用
いて説明したが、当業者には様々な変更や改良が考えら
れよう。したがって、この好ましい実施例は例として示
したものであり、これに限定されるものではないことを
理解されたい。本発明の範囲は特許請求の範囲によって
規定される。
いて説明したが、当業者には様々な変更や改良が考えら
れよう。したがって、この好ましい実施例は例として示
したものであり、これに限定されるものではないことを
理解されたい。本発明の範囲は特許請求の範囲によって
規定される。
【００３７】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００３８】（１）クラスタ化コンピューティング・シ
ステムのディスク・アクセス・パスにおける障害から回
復する方法であって、 ａ）所与のノードで実行されているアプリケーションか
らの物理ディスク・アクセス要求を処理し、ディスク・
アクセス要求を前記ディスクが物理的に接続されている
１次ノードに送るため、各所与のノード上の代理論理
が、その所与のノードから出されたすべての保留中の要
求に関する状態情報を維持するように、前記クラスタ化
コンピューティング・システムの各所与のノードに前記
代理論理を提供するステップと、 ｂ）ディスクへのアクセス・パスでの障害を検出するス
テップと、 ｃ）障害の検出に応答して、すべてのノード上の代理ソ
フトウェアに、ディスクへのそれ以降のアクセス要求を
すべて前記ディスクに物理的に接続されている２次ノー
ドに送るように通知するステップを含む方法。 （２）前記アクセス・パスがディスク・アダプタと、デ
ィスクが物理的に接続されているノードとを含み、前記
障害が任意のノードおよびディスク・アダプタで検出さ
れることを特徴とする、上記（１）に記載の方法。 （３）前記障害の検出に応答して、着信したディスクへ
のアクセス要求を待ち行列に入れるステップと、待ち行
列内の要求を２次ノードを経由してディスクに転送する
ステップをさらに含むことを特徴とする、上記（１）に
記載の方法。 （４）複数のＮ個のノードと、ＮがＭより多いＭ個のノ
ードに接続された複数のポートを有するマルチポート・
ディスクと、前記ノードに接続され、前記ディスクとそ
のディスクに物理的に接続されていない前記ノードとの
間のディスク・アクセス・パスで障害を検出する障害検
出機構と、各ノード上にあって、前記障害検出機構に接
続され、障害が検出されたときに、前記マルチポート・
ディスクへのアクセス要求を前記ディスクとそのディス
クに物理的に接続されていない前記ノードとの間の別の
ディスク・アクセス・パスに転送する代理論理とを含
む、クラスタ化多重処理システム。 （５）各ノード内にあり、着信したディスクへのアクセ
ス要求を格納する待ち行列と、待ち行列内の要求を別の
ディスク・アクセス・パスを経由して前記ディスクに転
送する手段とを含む、上記（４）に記載のシステム。 （６）前記障害検出機構が、ディスクに物理的に接続さ
れている任意のノード内の障害と、前記ディスクに物理
的に接続されている各ノードにあって前記ディスクに接
続されているディスク・アダプタ内の障害を検出する手
段を備えていることを特徴とする、上記（４）に記載の
システム。 （７）クラスタ化コンピューティング・システム内のデ
ィスク・アクセス・パスで発生した障害から回復する方
法であって、クラスタ化コンピューティング・システム
内のディスク・アクセス・パスでの障害を検出するステ
ップと、障害検出時に、そのディスクにアクセス可能な
すべてのノードにメッセージを同報通信するステップ
と、前記メッセージに応答して、各ノード上の仮想共用
ディスクを中断させ、障害が発生したアクセス・パス上
のディスクに送られていた保留中の要求を保管し、仮想
共用ディスクの中断中に着信した要求を保管するステッ
プと、前記ノードに第２のメッセージを同報通信して、
影響を受けた仮想共用ディスクを再開するステップと、
前記第２のメッセージの受信時に、新しい１次テールを
持つノードを仮想装置の宛先マップに記録することによ
って各ノードで仮想共用ディスクを再開するステップ
と、すべての要求を新しい１次テールに対して再発行す
るステップとを含む、前記方法。
ステムのディスク・アクセス・パスにおける障害から回
復する方法であって、 ａ）所与のノードで実行されているアプリケーションか
らの物理ディスク・アクセス要求を処理し、ディスク・
アクセス要求を前記ディスクが物理的に接続されている
１次ノードに送るため、各所与のノード上の代理論理
が、その所与のノードから出されたすべての保留中の要
求に関する状態情報を維持するように、前記クラスタ化
コンピューティング・システムの各所与のノードに前記
代理論理を提供するステップと、 ｂ）ディスクへのアクセス・パスでの障害を検出するス
テップと、 ｃ）障害の検出に応答して、すべてのノード上の代理ソ
フトウェアに、ディスクへのそれ以降のアクセス要求を
すべて前記ディスクに物理的に接続されている２次ノー
ドに送るように通知するステップを含む方法。 （２）前記アクセス・パスがディスク・アダプタと、デ
ィスクが物理的に接続されているノードとを含み、前記
障害が任意のノードおよびディスク・アダプタで検出さ
れることを特徴とする、上記（１）に記載の方法。 （３）前記障害の検出に応答して、着信したディスクへ
のアクセス要求を待ち行列に入れるステップと、待ち行
列内の要求を２次ノードを経由してディスクに転送する
ステップをさらに含むことを特徴とする、上記（１）に
記載の方法。 （４）複数のＮ個のノードと、ＮがＭより多いＭ個のノ
ードに接続された複数のポートを有するマルチポート・
ディスクと、前記ノードに接続され、前記ディスクとそ
のディスクに物理的に接続されていない前記ノードとの
間のディスク・アクセス・パスで障害を検出する障害検
出機構と、各ノード上にあって、前記障害検出機構に接
続され、障害が検出されたときに、前記マルチポート・
ディスクへのアクセス要求を前記ディスクとそのディス
クに物理的に接続されていない前記ノードとの間の別の
ディスク・アクセス・パスに転送する代理論理とを含
む、クラスタ化多重処理システム。 （５）各ノード内にあり、着信したディスクへのアクセ
ス要求を格納する待ち行列と、待ち行列内の要求を別の
ディスク・アクセス・パスを経由して前記ディスクに転
送する手段とを含む、上記（４）に記載のシステム。 （６）前記障害検出機構が、ディスクに物理的に接続さ
れている任意のノード内の障害と、前記ディスクに物理
的に接続されている各ノードにあって前記ディスクに接
続されているディスク・アダプタ内の障害を検出する手
段を備えていることを特徴とする、上記（４）に記載の
システム。 （７）クラスタ化コンピューティング・システム内のデ
ィスク・アクセス・パスで発生した障害から回復する方
法であって、クラスタ化コンピューティング・システム
内のディスク・アクセス・パスでの障害を検出するステ
ップと、障害検出時に、そのディスクにアクセス可能な
すべてのノードにメッセージを同報通信するステップ
と、前記メッセージに応答して、各ノード上の仮想共用
ディスクを中断させ、障害が発生したアクセス・パス上
のディスクに送られていた保留中の要求を保管し、仮想
共用ディスクの中断中に着信した要求を保管するステッ
プと、前記ノードに第２のメッセージを同報通信して、
影響を受けた仮想共用ディスクを再開するステップと、
前記第２のメッセージの受信時に、新しい１次テールを
持つノードを仮想装置の宛先マップに記録することによ
って各ノードで仮想共用ディスクを再開するステップ
と、すべての要求を新しい１次テールに対して再発行す
るステップとを含む、前記方法。
【図１】本発明の好ましい実施例の全体ブロック図であ
る。
る。
【図２】ツインテール・ディスクの好ましい編成を示す
図である。
図である。
【図３】クライアント・ノードでの要求の処理に必要な
ステップを示すフロー・チャートである。
ステップを示すフロー・チャートである。
【図４】サーバ・ノードでの要求の処理に必要なステッ
プを示すフロー・チャートである。
プを示すフロー・チャートである。
【図５】コーディネータ・ノードでの回復に必要なステ
ップを示すフロー・チャートである。
ップを示すフロー・チャートである。
【図６】関係ノードでの回復に必要なステップを示すフ
ロー・チャートである。
ロー・チャートである。
【図７】メモリ常駐論理および仮想共用ディスクに関係
するデータの詳細ブロック図である。
するデータの詳細ブロック図である。
２５０−Ｎ 論理および関連データ １００−Ｌ ノード １００ーＭ ノード ４００−Ｌ−Ｐ−Ｘ ディスク ２５０−Ｋ−Ｂ マップ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 マリア・アンジェラ・バトリコ アメリカ合衆国10913 ニューヨーク州ブ ラウヴェルト ヴァンウィック・ロード54 (72)発明者 ジェームズ・ライル・ピーターソン アメリカ合衆国78759−5108 テキサス州 オースチン バーカー・リッジ・コウブ 10601 (72)発明者 クリストス・アルキヴィアディス・ポリゾ イス アメリカ合衆国10606−1935 ニューヨー ク州ホワイトプレーンズ マーチン・アベ ニュー25 アパートメント ピー・エイチ 105 (72)発明者 スチーブン・エドウィン・スミス アメリカ合衆国10541 ニューヨーク州 マホウパック ハットフィールド・ロード 19
Claims (7)
- 【請求項１】クラスタ化コンピューティング・システム
のディスク・アクセス・パスにおける障害から回復する
方法であって、 ａ）所与のノードで実行されているアプリケーションか
らの物理ディスク・アクセス要求を処理し、ディスク・
アクセス要求を前記ディスクが物理的に接続されている
１次ノードに送るため、各所与のノード上の代理論理
が、その所与のノードから出されたすべての保留中の要
求に関する状態情報を維持するように、前記クラスタ化
コンピューティング・システムの各所与のノードに前記
代理論理を提供するステップと、 ｂ）ディスクへのアクセス・パスでの障害を検出するス
テップと、 ｃ）障害の検出に応答して、すべてのノード上の代理ソ
フトウェアに、ディスクへのそれ以降のアクセス要求を
すべて前記ディスクに物理的に接続されている２次ノー
ドに送るように通知するステップを含む方法。 - 【請求項２】前記アクセス・パスがディスク・アダプタ
と、ディスクが物理的に接続されているノードとを含
み、前記障害が任意のノードおよびディスク・アダプタ
で検出されることを特徴とする、請求項１に記載の方
法。 - 【請求項３】前記障害の検出に応答して、着信したディ
スクへのアクセス要求を待ち行列に入れるステップと、
待ち行列内の要求を２次ノードを経由してディスクに転
送するステップをさらに含むことを特徴とする、請求項
１に記載の方法。 - 【請求項４】複数のＮ個のノードと、ＮがＭより多いＭ
個のノードに接続された複数のポートを有するマルチポ
ート・ディスクと、前記ノードに接続され、前記ディス
クとそのディスクに物理的に接続されていない前記ノー
ドとの間のディスク・アクセス・パスで障害を検出する
障害検出機構と、各ノード上にあって、前記障害検出機
構に接続され、障害が検出されたときに、前記マルチポ
ート・ディスクへのアクセス要求を前記ディスクとその
ディスクに物理的に接続されていない前記ノードとの間
の別のディスク・アクセス・パスに転送する代理論理と
を含む、クラスタ化多重処理システム。 - 【請求項５】各ノード内にあり、着信したディスクへの
アクセス要求を格納する待ち行列と、待ち行列内の要求
を別のディスク・アクセス・パスを経由して前記ディス
クに転送する手段とを含む、請求項４に記載のシステ
ム。 - 【請求項６】前記障害検出機構が、ディスクに物理的に
接続されている任意のノード内の障害と、前記ディスク
に物理的に接続されている各ノードにあって前記ディス
クに接続されているディスク・アダプタ内の障害を検出
する手段を備えていることを特徴とする、請求項４に記
載のシステム。 - 【請求項７】クラスタ化コンピューティング・システム
内のディスク・アクセス・パスで発生した障害から回復
する方法であって、 クラスタ化コンピューティング・システム内のディスク
・アクセス・パスでの障害を検出するステップと、 障害検出時に、そのディスクにアクセス可能なすべての
ノードにメッセージを同報通信するステップと、 前記メッセージに応答して、各ノード上の仮想共用ディ
スクを中断させ、障害が発生したアクセス・パス上のデ
ィスクに送られていた保留中の要求を保管し、仮想共用
ディスクの中断中に着信した要求を保管するステップ
と、 前記ノードに第２のメッセージを同報通信して、影響を
受けた仮想共用ディスクを再開するステップと、 前記第２のメッセージの受信時に、新しい１次テールを
持つノードを仮想装置の宛先マップに記録することによ
って各ノードで仮想共用ディスクを再開するステップ
と、 すべての要求を新しい１次テールに対して再発行するス
テップとを含む、前記方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US332157 | 1989-04-03 | ||
| US33215794A | 1994-10-31 | 1994-10-31 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08255122A true JPH08255122A (ja) | 1996-10-01 |
| JP3266481B2 JP3266481B2 (ja) | 2002-03-18 |
Family
ID=23296958
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP27866295A Expired - Fee Related JP3266481B2 (ja) | 1994-10-31 | 1995-10-26 | クラスタ化コンピューティング・システムのディスク・アクセス・パスにおける障害から回復する方法および関連する装置 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5668943A (ja) |
| EP (1) | EP0709779B1 (ja) |
| JP (1) | JP3266481B2 (ja) |
| KR (1) | KR100232247B1 (ja) |
| DE (1) | DE69521101T2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2003507818A (ja) * | 1999-08-24 | 2003-02-25 | ネットワーク・アプライアンス・インコーポレイテッド | 対として高運用性ファイルサーバー |
| JP2013508839A (ja) * | 2009-10-26 | 2013-03-07 | 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 | ノード故障の対処 |
Families Citing this family (205)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5696895A (en) * | 1995-05-19 | 1997-12-09 | Compaq Computer Corporation | Fault tolerant multiple network servers |
| JPH096706A (ja) * | 1995-06-22 | 1997-01-10 | Hitachi Ltd | 疎結合計算機システム |
| US5941994A (en) * | 1995-12-22 | 1999-08-24 | Lsi Logic Corporation | Technique for sharing hot spare drives among multiple subsystems |
| US5961601A (en) * | 1996-06-07 | 1999-10-05 | International Business Machines Corporation | Preserving state information in a continuing conversation between a client and server networked via a stateless protocol |
| US5852724A (en) * | 1996-06-18 | 1998-12-22 | Veritas Software Corp. | System and method for "N" primary servers to fail over to "1" secondary server |
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