JPH1069414A - ローカル・ハードディスクを用いたキャッシング・ネットワーク及びｃｄ−ｒｏｍファイル・アクセスのための方法 - Google Patents
ローカル・ハードディスクを用いたキャッシング・ネットワーク及びｃｄ−ｒｏｍファイル・アクセスのための方法Info
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- JPH1069414A JPH1069414A JP9107483A JP10748397A JPH1069414A JP H1069414 A JPH1069414 A JP H1069414A JP 9107483 A JP9107483 A JP 9107483A JP 10748397 A JP10748397 A JP 10748397A JP H1069414 A JPH1069414 A JP H1069414A
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- 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
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- G06F16/10—File systems; File servers
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- G—PHYSICS
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2212/00—Indexing scheme relating to accessing, addressing or allocation within memory systems or architectures
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- G06F2212/311—In host system
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 システムのシャットダウンやリブートの場合
にもデータを保持することのできるようにする。 【解決手段】 コンピュータ・システムと関係して実行
されるキャッシング・システムは、データを変更可能に
記憶し得るコンピュータ・システムにより制御されるロ
ーカル不揮発性大容量蓄積装置であって、キャッシュさ
れたデータと当該キャッシュされたデータと関連するロ
ケータ・データとを記憶するディレクトリを備えるロー
カル不揮発性大容量蓄積装置と、前記ローカル大容量蓄
積装置のアクセス時間より遅いアクセス時間を有し、且
つ前記ローカル大容量蓄積装置にキャッシュされ得るフ
ァイルを記憶する大容量蓄積装置とを備えるよう構成さ
れている。
にもデータを保持することのできるようにする。 【解決手段】 コンピュータ・システムと関係して実行
されるキャッシング・システムは、データを変更可能に
記憶し得るコンピュータ・システムにより制御されるロ
ーカル不揮発性大容量蓄積装置であって、キャッシュさ
れたデータと当該キャッシュされたデータと関連するロ
ケータ・データとを記憶するディレクトリを備えるロー
カル不揮発性大容量蓄積装置と、前記ローカル大容量蓄
積装置のアクセス時間より遅いアクセス時間を有し、且
つ前記ローカル大容量蓄積装置にキャッシュされ得るフ
ァイルを記憶する大容量蓄積装置とを備えるよう構成さ
れている。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データ処理システ
ムのための不揮発性キャッシング・システム及びこのよ
うなシステムを実現する方法に関する。
ムのための不揮発性キャッシング・システム及びこのよ
うなシステムを実現する方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】この出願は、１９９６年４月１日に出願
された米国出願番号８／ （サン特許ドケット番号Ｐ１
５０２）および、１９９６年５月１日に提出された４件
の米国出願番号８／ （サン特許ドケット番号Ｐ１５０
３、Ｐ１５０４、Ｐ１５０６、Ｐ１５０７）に関係して
いる。これらの出願は全てサンマイクロシステムズ社に
全て譲渡され、参照のために以下に組込まれている。
された米国出願番号８／ （サン特許ドケット番号Ｐ１
５０２）および、１９９６年５月１日に提出された４件
の米国出願番号８／ （サン特許ドケット番号Ｐ１５０
３、Ｐ１５０４、Ｐ１５０６、Ｐ１５０７）に関係して
いる。これらの出願は全てサンマイクロシステムズ社に
全て譲渡され、参照のために以下に組込まれている。
【０００３】キャッシングは、通常記憶されるビット当
たりのコストがより高いメモリ資源が利用可能である場
合比較的遅いコンピュータ・メモリの性能を増大させる
ため長く採用されて来た。通常、より高速のメモリ資源
内の一時的メモリ・ブロック（即ち、キャッシュ）が、
より遅いメモリ資源内に記憶されている情報の一部のみ
を記憶するため設けられている。或るアルゴリズムが、
より遅いメモリ資源に存在し得るアプリケーション・プ
ログラム全体あるいはデータ・ファイル全体をより高速
のメモリ資源に記憶するよりむしろ、プログラム又はデ
ータ・ファイルのどの部分が最もアクセスされそうであ
るかを決定するため採用されている。システムの中央処
理装置（ＣＰＵ）がキャッシュに記憶されていない記憶
場所を呼び出すとき、キャッシュ（完全に充填されてい
る場合）は、より遅いメモリ資源からの必要とされるデ
ータにより少なくとも部分的に重ね書きされねばならな
い。同様に、恒久的変更がデータに対してなされる場
合、キャッシュとより遅いメモリ資源の双方におけるデ
ータはその変更を反映するよう更新されねばならない。
たりのコストがより高いメモリ資源が利用可能である場
合比較的遅いコンピュータ・メモリの性能を増大させる
ため長く採用されて来た。通常、より高速のメモリ資源
内の一時的メモリ・ブロック（即ち、キャッシュ）が、
より遅いメモリ資源内に記憶されている情報の一部のみ
を記憶するため設けられている。或るアルゴリズムが、
より遅いメモリ資源に存在し得るアプリケーション・プ
ログラム全体あるいはデータ・ファイル全体をより高速
のメモリ資源に記憶するよりむしろ、プログラム又はデ
ータ・ファイルのどの部分が最もアクセスされそうであ
るかを決定するため採用されている。システムの中央処
理装置（ＣＰＵ）がキャッシュに記憶されていない記憶
場所を呼び出すとき、キャッシュ（完全に充填されてい
る場合）は、より遅いメモリ資源からの必要とされるデ
ータにより少なくとも部分的に重ね書きされねばならな
い。同様に、恒久的変更がデータに対してなされる場
合、キャッシュとより遅いメモリ資源の双方におけるデ
ータはその変更を反映するよう更新されねばならない。
【０００４】分散データ処理ネットワーク及びこれらの
分散ネットワーク内のＬＡＮは、しばしばキャッシング
から恩恵を受ける。通常、分散処理ネットワークのＬＡ
Ｎ間のデータ・リンクは、ＬＡＮのノード（即ち、個々
のコンピュータ）間の相互接続より遅い。更に、遠隔の
メモリ資源（例えば、遠隔のサーバ・システムのディス
ク・ドライブ）はローカル・メモリ資源と同じ位早いか
これより早いにも拘わらず、データ・リンクを介した長
距離相互接続は、その遠隔の資源に対するアクセス時間
が著しく遅くなることがある。分散処理ネットワークの
ＬＡＮ間、あるいはＬＡＮのノード（即ち、個々のシス
テム）間におけるリンクのタイプに拘わらず、各データ
・リンクは、有限量のデータのみをリンクを介して同時
に転送するのを可能とする所定の帯域幅を有する。一
旦、帯域幅を超えると、例えば所定数のユーザが同じリ
ンク（ＬＡＮ間又はＬＡＮ内のいずれでも）を介して通
信を行おうとする場合、そのリンクを介しての応答時間
は、各ユーザの要求が全ての競合する要求に最終的に適
合するため遅らされるので通常劣化する。従って、ネッ
トワークを介して読み出されたデータのキャッシング
は、データ・リンクへロードすることを低減すること
と、エンド・ユーザに迅速にアクセス可能なデータのキ
ャッシュを提供することとの双方により、一般にシステ
ム性能を増大させることができる。
分散ネットワーク内のＬＡＮは、しばしばキャッシング
から恩恵を受ける。通常、分散処理ネットワークのＬＡ
Ｎ間のデータ・リンクは、ＬＡＮのノード（即ち、個々
のコンピュータ）間の相互接続より遅い。更に、遠隔の
メモリ資源（例えば、遠隔のサーバ・システムのディス
ク・ドライブ）はローカル・メモリ資源と同じ位早いか
これより早いにも拘わらず、データ・リンクを介した長
距離相互接続は、その遠隔の資源に対するアクセス時間
が著しく遅くなることがある。分散処理ネットワークの
ＬＡＮ間、あるいはＬＡＮのノード（即ち、個々のシス
テム）間におけるリンクのタイプに拘わらず、各データ
・リンクは、有限量のデータのみをリンクを介して同時
に転送するのを可能とする所定の帯域幅を有する。一
旦、帯域幅を超えると、例えば所定数のユーザが同じリ
ンク（ＬＡＮ間又はＬＡＮ内のいずれでも）を介して通
信を行おうとする場合、そのリンクを介しての応答時間
は、各ユーザの要求が全ての競合する要求に最終的に適
合するため遅らされるので通常劣化する。従って、ネッ
トワークを介して読み出されたデータのキャッシング
は、データ・リンクへロードすることを低減すること
と、エンド・ユーザに迅速にアクセス可能なデータのキ
ャッシュを提供することとの双方により、一般にシステ
ム性能を増大させることができる。
【０００５】最近の数年の間に、コンパクト・ディスク
読出し専用メモリ（ＣＤ−ＲＯＭ）は、低コスト、高容
量のコンパクト・ディスク記憶媒体及び比較的低コスト
のＣＤ−ＲＯＭリーダー（ドライブ）が入手可能になっ
たため極めて一般的になった。事実、米国における市販
されている殆ど全てのパーソナル・コンピュータは備え
付けのＣＤ−ＲＯＭドライブを含む。現在のＣＤ−ＲＯ
Ｍ媒体がほぼ４５０〜５００メガバイトのデータを記憶
することができるにも拘わらず、そのデータへのアクセ
スは最新のハードディスク・ドライブに記憶されたデー
タより相当に遅い。例えば、”６Ｘ”ドライブとして知
られている高性能ＣＤ−ＲＯＭドライブの現在の標準仕
様は、せいぜい秒当たり約６００キロバイトのデータを
読み出すことができる程度のものである。他方、最新の
高速ＩＤＥハードディスク・ドライブは、秒当たり約６
メガバイトを読み出すことができ、大雑把に６Ｘ ＣＤ
−ＲＯＭドライブの速度の１０倍である。従って、ＣＤ
−ＲＯＭドライブの性能もキャッシングを通して非常に
向上され得る。
読出し専用メモリ（ＣＤ−ＲＯＭ）は、低コスト、高容
量のコンパクト・ディスク記憶媒体及び比較的低コスト
のＣＤ−ＲＯＭリーダー（ドライブ）が入手可能になっ
たため極めて一般的になった。事実、米国における市販
されている殆ど全てのパーソナル・コンピュータは備え
付けのＣＤ−ＲＯＭドライブを含む。現在のＣＤ−ＲＯ
Ｍ媒体がほぼ４５０〜５００メガバイトのデータを記憶
することができるにも拘わらず、そのデータへのアクセ
スは最新のハードディスク・ドライブに記憶されたデー
タより相当に遅い。例えば、”６Ｘ”ドライブとして知
られている高性能ＣＤ−ＲＯＭドライブの現在の標準仕
様は、せいぜい秒当たり約６００キロバイトのデータを
読み出すことができる程度のものである。他方、最新の
高速ＩＤＥハードディスク・ドライブは、秒当たり約６
メガバイトを読み出すことができ、大雑把に６Ｘ ＣＤ
−ＲＯＭドライブの速度の１０倍である。従って、ＣＤ
−ＲＯＭドライブの性能もキャッシングを通して非常に
向上され得る。
【０００６】Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ（登録商標）Ｗｉｎｄ
ｏｗｓ（商標）ｖｅｒｓｉｏｎ３．Ｘ（マイクロソフト
・ウインドウズ・バージョン３．Ｘ）、Ｍｉｃｒｏｓｏ
ｆｔＷｉｎｄｏｗｓ ９５（マイクロソフト・ウインド
ウズ９５）、Ｗｉｎｄｏｗｓ ＮＴ（登録商標）（ウイ
ンドウズＮＴ）、ＩＢＭ社のＯＳ／２（登録商標）及び
Ｇｅｏｗｏｒｋｓ（登録商標）のような多くのグラフィ
ック・ユーザ・インタフェース（ＧＵＩ）環境が、何年
にもわたって開発されて来た。Ｇｅｏｗｏｒｋｓ及びＷ
ｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘは由緒あるマイクロソフトＭＳ−
ＤＯＳオペレーティング・システムの下でロードされラ
ンされねばならないので、前述の製品のうち、Ｗｉｎｄ
ｏｗｓ ＮＴ及びＯＳ／２のみが真のオペレーティング
・システムである。Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５はまたそのオ
ペレーションのためＭＳ−ＤＯＳの一部を必要とするの
で、Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５は多少ハイブリッドである。
しかしながら、単純さのため、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘ
及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５の双方が、以降オペレーティ
ング・システムと呼ばれる。
ｏｗｓ（商標）ｖｅｒｓｉｏｎ３．Ｘ（マイクロソフト
・ウインドウズ・バージョン３．Ｘ）、Ｍｉｃｒｏｓｏ
ｆｔＷｉｎｄｏｗｓ ９５（マイクロソフト・ウインド
ウズ９５）、Ｗｉｎｄｏｗｓ ＮＴ（登録商標）（ウイ
ンドウズＮＴ）、ＩＢＭ社のＯＳ／２（登録商標）及び
Ｇｅｏｗｏｒｋｓ（登録商標）のような多くのグラフィ
ック・ユーザ・インタフェース（ＧＵＩ）環境が、何年
にもわたって開発されて来た。Ｇｅｏｗｏｒｋｓ及びＷ
ｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘは由緒あるマイクロソフトＭＳ−
ＤＯＳオペレーティング・システムの下でロードされラ
ンされねばならないので、前述の製品のうち、Ｗｉｎｄ
ｏｗｓ ＮＴ及びＯＳ／２のみが真のオペレーティング
・システムである。Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５はまたそのオ
ペレーションのためＭＳ−ＤＯＳの一部を必要とするの
で、Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５は多少ハイブリッドである。
しかしながら、単純さのため、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘ
及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５の双方が、以降オペレーティ
ング・システムと呼ばれる。
【０００７】本明細書が書かれたとき、Ｍｉｃｒｏｓｏ
ｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ｖｅｒｓｉｏｎ ３．Ｘは、１
９８９年と１９９５年の中間との間に市販された殆ど全
てのパーソナル・コンピュータに価格非分離され且つ最
も用いられたＧＵＩオペレーティング・システムと離れ
且つ外れていた。しかしながら、１９９５年において上
記Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ｖｅｒｓｉｏ
ｎ ３．Ｘがリリースした日から、マイクロソフト社か
らのＷｉｎｄｏｗｓ ９５オペレーティング・システム
は最も新しい高性能のパーソナル・コンピュータと価格
非分離にされて来た。１年以内に、それは、大部分のビ
ジネス用途のための最適のオペレーティング・システム
となってしまい、そしてパーソナル・コンピュータ用に
最も用いられるオペレーティング・システムとしてＷｉ
ｎｄｏｗｓ ３．Ｘと迅速に取って代わることが期待さ
れている。その可能性（潜在力）は、Ｗｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘ及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５のオペレーティング・
システムの下でキャッシングを通してＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ及び分散処理ネットワーク・オペレーティング・シ
ステムの双方の性能を著しく増大させる点にある。
ｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ｖｅｒｓｉｏｎ ３．Ｘは、１
９８９年と１９９５年の中間との間に市販された殆ど全
てのパーソナル・コンピュータに価格非分離され且つ最
も用いられたＧＵＩオペレーティング・システムと離れ
且つ外れていた。しかしながら、１９９５年において上
記Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ｖｅｒｓｉｏ
ｎ ３．Ｘがリリースした日から、マイクロソフト社か
らのＷｉｎｄｏｗｓ ９５オペレーティング・システム
は最も新しい高性能のパーソナル・コンピュータと価格
非分離にされて来た。１年以内に、それは、大部分のビ
ジネス用途のための最適のオペレーティング・システム
となってしまい、そしてパーソナル・コンピュータ用に
最も用いられるオペレーティング・システムとしてＷｉ
ｎｄｏｗｓ ３．Ｘと迅速に取って代わることが期待さ
れている。その可能性（潜在力）は、Ｗｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘ及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５のオペレーティング・
システムの下でキャッシングを通してＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ及び分散処理ネットワーク・オペレーティング・シ
ステムの双方の性能を著しく増大させる点にある。
【０００８】Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５のリリース直後に、
サン・マイクロシステムズ社（Ｓｕｎ ＭｉｃｒｏＳｙ
ｓｔｅｍｓ，Ｉｎｃ．）（以下「サン（Ｓｕｎ）」と記
載する。）は、ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシ
ング製品を作り始めた。該ネットワーク及びＣＤ−ＲＯ
Ｍキャッシング製品は、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘ及びＷ
ｉｎｄｏｗｓ ９５の双方の下でランし、エンド・ユー
ザに対して完全に目にみえず、且つＷｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘ及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５の双方の下でランする
広範囲のファイル・システムと共に動作する。最近リリ
ースされたキャッシング製品においてこれらの要件を満
たすため、サンは、Ｉｎｓｔａｌｌａｂｌｅ Ｆｉｌｅ
Ｓｙｓｔｅｍ Ｍａｎｅｒｇｅｒ（ＩＦＳＭＧＲ）
仮想デバイス・ドライバにより与えられるサービスを利
用する。このプロセスは本出願に関連した特許出願シリ
アル番号第０８／ において十分に説明されているが、
ここで要約して述べる。
サン・マイクロシステムズ社（Ｓｕｎ ＭｉｃｒｏＳｙ
ｓｔｅｍｓ，Ｉｎｃ．）（以下「サン（Ｓｕｎ）」と記
載する。）は、ネットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシ
ング製品を作り始めた。該ネットワーク及びＣＤ−ＲＯ
Ｍキャッシング製品は、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．Ｘ及びＷ
ｉｎｄｏｗｓ ９５の双方の下でランし、エンド・ユー
ザに対して完全に目にみえず、且つＷｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘ及びＷｉｎｄｏｗｓ ９５の双方の下でランする
広範囲のファイル・システムと共に動作する。最近リリ
ースされたキャッシング製品においてこれらの要件を満
たすため、サンは、Ｉｎｓｔａｌｌａｂｌｅ Ｆｉｌｅ
Ｓｙｓｔｅｍ Ｍａｎｅｒｇｅｒ（ＩＦＳＭＧＲ）
仮想デバイス・ドライバにより与えられるサービスを利
用する。このプロセスは本出願に関連した特許出願シリ
アル番号第０８／ において十分に説明されているが、
ここで要約して述べる。
【０００９】ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品
は、Ｉｎｓｔａｌｌａｂｌｅ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ
Ｍａｎａｇｅｒ（ＩＦＳＭＧＲ）として知られている
Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５オペレーテ
ィング・システム内でソフトウエア・モジュールとイン
ターフェースする。ＩＦＳＭＧＲモジュールは、マイク
ロソフト社により仮想デバイス・ドライバ（ＶｘＤと略
す）に分類される。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ製品はまた、
仮想デバイス・ドライバの定義に当てはまる。Ｗｉｎｄ
ｏｗｓ ９５オペレーティング・システムは、全てのフ
ァイル・システム入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求がＩＦＳＭ
ＧＲ ＶｘＤに対して「フック（ｈｏｏｋ）」されるよ
うに設計されている。本発明の好適実施形態において、
ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ ＶｘＤは、ＩＦＳＭＧＲ Ｖｘ
ＤとＷｉｎｄｏｗｓ ９５の汎用ファイル・システムと
の間に層化（ｌａｙｅｒ）される。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦ
ＳＶｘＤは、全てのファイル・システムＩ／Ｏ要求をＩ
ＦＳＭＧＲ ＶｘＤから受け取り、そして、ローカル・
ノードのユーザにより予めプログラムされたセットアッ
プ命令に従ってキャッシング方式を実現しながら、Ｉ／
Ｏ動作の暫定制御を行う。
は、Ｉｎｓｔａｌｌａｂｌｅ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ
Ｍａｎａｇｅｒ（ＩＦＳＭＧＲ）として知られている
Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ Ｗｉｎｄｏｗｓ ９５オペレーテ
ィング・システム内でソフトウエア・モジュールとイン
ターフェースする。ＩＦＳＭＧＲモジュールは、マイク
ロソフト社により仮想デバイス・ドライバ（ＶｘＤと略
す）に分類される。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ製品はまた、
仮想デバイス・ドライバの定義に当てはまる。Ｗｉｎｄ
ｏｗｓ ９５オペレーティング・システムは、全てのフ
ァイル・システム入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求がＩＦＳＭ
ＧＲ ＶｘＤに対して「フック（ｈｏｏｋ）」されるよ
うに設計されている。本発明の好適実施形態において、
ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ ＶｘＤは、ＩＦＳＭＧＲ Ｖｘ
ＤとＷｉｎｄｏｗｓ ９５の汎用ファイル・システムと
の間に層化（ｌａｙｅｒ）される。ＰＣ−ＣａｃｈｅＦ
ＳＶｘＤは、全てのファイル・システムＩ／Ｏ要求をＩ
ＦＳＭＧＲ ＶｘＤから受け取り、そして、ローカル・
ノードのユーザにより予めプログラムされたセットアッ
プ命令に従ってキャッシング方式を実現しながら、Ｉ／
Ｏ動作の暫定制御を行う。
【００１０】Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．ＸのためとＷｉｎｄ
ｏｗｓ ９５のためとの別個のキャッシング製品を作る
よりむしろ、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品
は、双方のオペレーティング・システムの下でランする
よう設計された。しかしながら、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．
Ｘオペレーティング・システムはＩＦＳＭＧＲ仮想デバ
イス・ドライバを持たない。従って、Ｗｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘの下でランするＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドラ
イバは、マイクロソフト社により与えられたＷｉｎｄｏ
ｗｓ ９５ ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤ仕様に従って、スク
ラッチから書き込まれる。こうして、ＰＣ−Ｃａｃｈｅ
ＦＳキャッシング製品（ＶｘＤ）もＷｉｎｄｏｗｓオペ
レーティング・システムのどちらもそれ自身、互換性の
ため書き直す必要がない。
ｏｗｓ ９５のためとの別個のキャッシング製品を作る
よりむしろ、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳキャッシング製品
は、双方のオペレーティング・システムの下でランする
よう設計された。しかしながら、Ｗｉｎｄｏｗｓ ３．
Ｘオペレーティング・システムはＩＦＳＭＧＲ仮想デバ
イス・ドライバを持たない。従って、Ｗｉｎｄｏｗｓ
３．Ｘの下でランするＩＦＳＭＧＲ仮想デバイス・ドラ
イバは、マイクロソフト社により与えられたＷｉｎｄｏ
ｗｓ ９５ ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤ仕様に従って、スク
ラッチから書き込まれる。こうして、ＰＣ−Ｃａｃｈｅ
ＦＳキャッシング製品（ＶｘＤ）もＷｉｎｄｏｗｓオペ
レーティング・システムのどちらもそれ自身、互換性の
ため書き直す必要がない。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、シス
テムのシャットダウンやリブートの場合にもデータを保
持することのできる不揮発性キャッシング・システム、
かかるシステムを実行するための方法及びコンピュータ
・プログラム製品を提供する。
テムのシャットダウンやリブートの場合にもデータを保
持することのできる不揮発性キャッシング・システム、
かかるシステムを実行するための方法及びコンピュータ
・プログラム製品を提供する。
【００１２】
【課題を解決するための手段】サンの新しいＰＣ−Ｃａ
ｃｈｅＦＳキャッシング製品は、回転する磁気媒体（例
えば、ハードディスク・ドライブ）に存在する読出し可
能、書込み可能且つ消去可能なキャッシュ・メモリのブ
ロックを採用する。性能が向上するにつれ、サンはま
た、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）内に読出し
可能、書込み可能且つ消去可能なキャッシュ・メモリの
ブロックを採用する。
ｃｈｅＦＳキャッシング製品は、回転する磁気媒体（例
えば、ハードディスク・ドライブ）に存在する読出し可
能、書込み可能且つ消去可能なキャッシュ・メモリのブ
ロックを採用する。性能が向上するにつれ、サンはま
た、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）内に読出し
可能、書込み可能且つ消去可能なキャッシュ・メモリの
ブロックを採用する。
【００１３】本発明は、システムのシャットダウンやリ
ブートの場合でさえデータを保持する回転型磁気媒体
（例えばハードディスク・ドライブ）のための不揮発性
キャッシング・システムを含む。該システムは、データ
ベースのような大容量ランダム・アクセス・ファイルか
らデータを空間について効率的に且つ迅速にキャッシュ
することができる。キャッシングされたデータは、殆ど
全ての標準フォーマットあるいは非標準フォーマットで
磁気媒体に記憶することができる。変換ルーチンは、Ｃ
Ｄ−ＲＯＭファイル名あるいはネットワーク・ファイル
名をローカル・ハードディスク・ファイル名に、また元
に戻すように変換する。ミニ・データベースが、各キャ
ッシュされたファイルのためハードディスク・ドライブ
に作成される。ミニ・データベースは、ランダムにアク
セスされた、データのブロックを、ローカル・ハードデ
ィスク・ドライブ上のキャッシュされたファイル内にマ
ップする。
ブートの場合でさえデータを保持する回転型磁気媒体
（例えばハードディスク・ドライブ）のための不揮発性
キャッシング・システムを含む。該システムは、データ
ベースのような大容量ランダム・アクセス・ファイルか
らデータを空間について効率的に且つ迅速にキャッシュ
することができる。キャッシングされたデータは、殆ど
全ての標準フォーマットあるいは非標準フォーマットで
磁気媒体に記憶することができる。変換ルーチンは、Ｃ
Ｄ−ＲＯＭファイル名あるいはネットワーク・ファイル
名をローカル・ハードディスク・ファイル名に、また元
に戻すように変換する。ミニ・データベースが、各キャ
ッシュされたファイルのためハードディスク・ドライブ
に作成される。ミニ・データベースは、ランダムにアク
セスされた、データのブロックを、ローカル・ハードデ
ィスク・ドライブ上のキャッシュされたファイル内にマ
ップする。
【００１４】
【発明の実施の形態】本明細書に記載される本発明の実
施形態は、クライアント及びサーバ計算システムを有す
る分散処理システムにおいて論理オペレーションとして
実現され得る。本発明の論理オペレーションは、（１）
計算システムをランするコンピュータにより実行される
ステップのシーケンスとして、また（２）計算システム
内の相互接続されたマシン・モジュールとして、実行さ
れる。該実行は、本発明を実行する計算システムの性能
要件に応じた選択の問題である。従って、本明細書に記
載される本発明の実施形態を作る論理オペレーション
は、オペレーション、ステップあるいはモジュールとさ
まざまに呼ばれる。
施形態は、クライアント及びサーバ計算システムを有す
る分散処理システムにおいて論理オペレーションとして
実現され得る。本発明の論理オペレーションは、（１）
計算システムをランするコンピュータにより実行される
ステップのシーケンスとして、また（２）計算システム
内の相互接続されたマシン・モジュールとして、実行さ
れる。該実行は、本発明を実行する計算システムの性能
要件に応じた選択の問題である。従って、本明細書に記
載される本発明の実施形態を作る論理オペレーション
は、オペレーション、ステップあるいはモジュールとさ
まざまに呼ばれる。
【００１５】本発明が用いられるオペレーティング環境
は、汎用分散計算システムを含み、該汎用分散計算シス
テムにおいては汎用コンピュータ、ワークステーショ
ン、あるいはパーソナル・コンピュータ（以下「ローカ
ル・ノード」と言う。）がクライアント−サーバ構成に
おいて種々のタイプの通信リンクを介して接続され、該
クライアント−サーバ構成においてプログラム及びデー
タが、多くはオブジェクトの形態で、システムの種々の
メンバーにより利用可能にされる。汎用ワークステーシ
ョン・コンピュータの要素の一部が図１に示されてい
る。図１に、プロセッサ１が示され、該プロセッサ１は
入力／出力（Ｉ／Ｏ）セクション２、中央処理ユニット
（ＣＰＵ）３及びメモリ・セクション４を有する。Ｉ／
Ｏセクション２は、キーボード５、ディスプレイ・ユニ
ット６、ディスク記憶ユニット９及びＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ・ユニット７と接続されている。ＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ・ユニット７は、通常プログラム１０及びデータを
含むＣＤ−ＲＯＭ媒体８を読み出すことができる。本発
明の装置及び方法を実行するための機構を含むコンピュ
ータ・プログラム製品が、このようなシステムのメモリ
・セクション４、又はディスク記憶ユニット９、あるい
はＣＤ−ＲＯＭ媒体８に存在する。このようなシステム
の例は、サン・マイクロシステムズ社が提供するＳＰＡ
ＲＣシステム、ＩＢＭ社及びＩＢＭコンパティブル・パ
ーソナル・コンピュータの他の製造者が提供するパーソ
ナル・コンピュータ、及びＵＮＩＸ（ユニクッス）オペ
レーティング・システムをランするシステムを含む。
は、汎用分散計算システムを含み、該汎用分散計算シス
テムにおいては汎用コンピュータ、ワークステーショ
ン、あるいはパーソナル・コンピュータ（以下「ローカ
ル・ノード」と言う。）がクライアント−サーバ構成に
おいて種々のタイプの通信リンクを介して接続され、該
クライアント−サーバ構成においてプログラム及びデー
タが、多くはオブジェクトの形態で、システムの種々の
メンバーにより利用可能にされる。汎用ワークステーシ
ョン・コンピュータの要素の一部が図１に示されてい
る。図１に、プロセッサ１が示され、該プロセッサ１は
入力／出力（Ｉ／Ｏ）セクション２、中央処理ユニット
（ＣＰＵ）３及びメモリ・セクション４を有する。Ｉ／
Ｏセクション２は、キーボード５、ディスプレイ・ユニ
ット６、ディスク記憶ユニット９及びＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ・ユニット７と接続されている。ＣＤ−ＲＯＭドラ
イブ・ユニット７は、通常プログラム１０及びデータを
含むＣＤ−ＲＯＭ媒体８を読み出すことができる。本発
明の装置及び方法を実行するための機構を含むコンピュ
ータ・プログラム製品が、このようなシステムのメモリ
・セクション４、又はディスク記憶ユニット９、あるい
はＣＤ−ＲＯＭ媒体８に存在する。このようなシステム
の例は、サン・マイクロシステムズ社が提供するＳＰＡ
ＲＣシステム、ＩＢＭ社及びＩＢＭコンパティブル・パ
ーソナル・コンピュータの他の製造者が提供するパーソ
ナル・コンピュータ、及びＵＮＩＸ（ユニクッス）オペ
レーティング・システムをランするシステムを含む。
【００１６】本発明は、サンのＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳネ
ットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品に組み込
まれている。本発明は、ハードディスク・ドライブのよ
うな磁気媒体を回転させるための不揮発性キャッシング
・システムと、不揮発性キャッシング・システムを実現
するための方法との双方を含む。キャッシング・システ
ムは、キャッシュされたデータがシステムのシャットダ
ウン及びリブートの場合さえ保持されるように設計され
ている。本システムは、データベースのような大容量ラ
ンダム・アクセス・ファイルからデータを空間について
効率的に且つ迅速にキャッシュすることができる。キャ
ッシュされたデータは、磁気媒体に殆ど全ての標準ある
いは非標準のフォーマットで記憶され得る。図２を参照
して以下に説明される変換ルーチンは、ＣＤ−ＲＯＭフ
ァイル名又はネットワーク・ファイル名をローカル・ハ
ードディスク・ドライブ・ファイル名に、また元に戻す
ように変換する。ミニデータベースが、各キャッシュさ
れたファイルのためハードディスク・ドライブ上に作成
される。ミニデータベースが、ローカル・ハードディス
ク・ドライブ上のキャッシュされるファイル内にいずれ
のランダムにアクセスされたブロックのデータをマップ
する。
ットワーク及びＣＤ−ＲＯＭキャッシング製品に組み込
まれている。本発明は、ハードディスク・ドライブのよ
うな磁気媒体を回転させるための不揮発性キャッシング
・システムと、不揮発性キャッシング・システムを実現
するための方法との双方を含む。キャッシング・システ
ムは、キャッシュされたデータがシステムのシャットダ
ウン及びリブートの場合さえ保持されるように設計され
ている。本システムは、データベースのような大容量ラ
ンダム・アクセス・ファイルからデータを空間について
効率的に且つ迅速にキャッシュすることができる。キャ
ッシュされたデータは、磁気媒体に殆ど全ての標準ある
いは非標準のフォーマットで記憶され得る。図２を参照
して以下に説明される変換ルーチンは、ＣＤ−ＲＯＭフ
ァイル名又はネットワーク・ファイル名をローカル・ハ
ードディスク・ドライブ・ファイル名に、また元に戻す
ように変換する。ミニデータベースが、各キャッシュさ
れたファイルのためハードディスク・ドライブ上に作成
される。ミニデータベースが、ローカル・ハードディス
ク・ドライブ上のキャッシュされるファイル内にいずれ
のランダムにアクセスされたブロックのデータをマップ
する。
【００１７】本明細書はファイル・キャッシング・シス
テム及び方法の詳細な記載を提供するが、オンディスク
不揮発性キャッシュ・メモリの動作に関連する追加の詳
細は、３つの関連する特許出願、即ち、１９９６年５月
１日に出願され、発明の名称が「ネットワーク及びＣＤ
−ＲＯＭのための不揮発性キャッシング製品を実行する
方法（ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲ ＩＭＰＬＥＭＥＮＴＩＮ
Ｇ Ａ ＮＯＮ−ＶＯＬＡＴＩＬＥ ＣＡＣＨＩＮＧ
ＰＲＯＤＵＣＴ ＦＯＲ ＮＥＴＷＯＲＫＳＡＮＤ Ｃ
Ｄ−ＲＯＭＳ）」である特許出願シリアル番号第０８／
号（サン・ドケット番号Ｐ１５０３）、１９９６年５
月１日に出願され、発明の名称が「マルチ階層キャッシ
ング・システム及びかかるシステムを実現する方法（Ｍ
ＵＬＴＩ−ＴＩＥＲ ＣＡＣＨＩＮＧ ＳＹＳＴＥＭ
ＡＮＤ ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲＩＭＰＬＥＭＥＴＩＮＧ
ＳＵＣＨ Ａ ＳＹＳＴＥＭ）」である特許出願シリ
アル番号第０８／ 号（サン・ドケット番号Ｐ１５０
４）、及び１９９６年５月１日に出願され、発明の名称
が「使用されないデータをキャッシュ・メモリからパー
ジするための方法（ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲ ＰＵＲＧＩ
ＮＧ ＵＮＵＳＥＤ ＤＡＴＡ ＦＲＯＭ Ａ ＣＡＣ
ＨＥ ＭＥＭＯＲＹ）」である特許出願シリアル番号第
０８／ 号（サン・ドケット番号Ｐ１５０６）に提供さ
れている。そして、これらの関連した特許出願の全ては
本明細書に援用されている。
テム及び方法の詳細な記載を提供するが、オンディスク
不揮発性キャッシュ・メモリの動作に関連する追加の詳
細は、３つの関連する特許出願、即ち、１９９６年５月
１日に出願され、発明の名称が「ネットワーク及びＣＤ
−ＲＯＭのための不揮発性キャッシング製品を実行する
方法（ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲ ＩＭＰＬＥＭＥＮＴＩＮ
Ｇ Ａ ＮＯＮ−ＶＯＬＡＴＩＬＥ ＣＡＣＨＩＮＧ
ＰＲＯＤＵＣＴ ＦＯＲ ＮＥＴＷＯＲＫＳＡＮＤ Ｃ
Ｄ−ＲＯＭＳ）」である特許出願シリアル番号第０８／
号（サン・ドケット番号Ｐ１５０３）、１９９６年５
月１日に出願され、発明の名称が「マルチ階層キャッシ
ング・システム及びかかるシステムを実現する方法（Ｍ
ＵＬＴＩ−ＴＩＥＲ ＣＡＣＨＩＮＧ ＳＹＳＴＥＭ
ＡＮＤ ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲＩＭＰＬＥＭＥＴＩＮＧ
ＳＵＣＨ Ａ ＳＹＳＴＥＭ）」である特許出願シリ
アル番号第０８／ 号（サン・ドケット番号Ｐ１５０
４）、及び１９９６年５月１日に出願され、発明の名称
が「使用されないデータをキャッシュ・メモリからパー
ジするための方法（ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲ ＰＵＲＧＩ
ＮＧ ＵＮＵＳＥＤ ＤＡＴＡ ＦＲＯＭ Ａ ＣＡＣ
ＨＥ ＭＥＭＯＲＹ）」である特許出願シリアル番号第
０８／ 号（サン・ドケット番号Ｐ１５０６）に提供さ
れている。そして、これらの関連した特許出願の全ては
本明細書に援用されている。
【００１８】図２の疑似コード・フローチャートは、ネ
ットワーク及びＣＤ−ＲＯＭファイル・キャッシング・
システムの好適実施形態を実行し且つ維持するのに利用
される方法のための論理ステップの詳細を示す。ここで
図２のステップ１を参照すると、本方法は、キャッシン
グＶｘＤがＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤから直接あるいはチェ
ーン、即ちそれからのフックされたチェーンを介してフ
ァイルＩ／Ｏ要求を受け取ると直ぐに開始する。ステッ
プ２において、これがブート時間の初期化の場合である
か否かの決定がなされる。そうである場合は、ステップ
３は、どのローカル・ハードディスク・ドライブがオン
ディスク・キャッシュを保持するかを決定する。ステッ
プ４において、オンディスク・キャッシュの名前が作成
される。オンディスク・キャッシュの名前は、ドライブ
識別子文字と名前”ＣＦＣ．ＳＹＳ”とを組み合わせる
ことにより作成される。例えば、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ
のためのセットアップ・プログラムがオンディスク・キ
ャッシュを”Ｄ”ドライブに配置するよう構成された場
合、オンディスク・キャッシュの全名前は”Ｄ：＼ＣＦ
Ｃ．ＳＹＳ”である。これが、キャッシングＶｘＤがシ
ステムにより実行される最初である場合、該システムは
まだ、オンディスク・キャッシュをドライブ”Ｄ”上に
初期化していない。従って、”Ｄ”ドライブ・ディレク
トリが、ステップ５においてオンディスク・キャッシュ
・ファイル名”Ｄ：＼ＣＦＣ．ＳＹＳ”について探索さ
れる。オンディスク・キャッシュ・ファイル名が”Ｄ”
ドライブ上にない場合、該”Ｄ”ドライブは標準オペレ
ーティング・システム・サービスを用いて初期化される
（即ち、作成される）。一旦、オンディスク・キャッシ
ュが存在すると、それは、ステップ７において、ディス
ク・ドライブ上で消費される空間量を決定するため走査
される。
ットワーク及びＣＤ−ＲＯＭファイル・キャッシング・
システムの好適実施形態を実行し且つ維持するのに利用
される方法のための論理ステップの詳細を示す。ここで
図２のステップ１を参照すると、本方法は、キャッシン
グＶｘＤがＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤから直接あるいはチェ
ーン、即ちそれからのフックされたチェーンを介してフ
ァイルＩ／Ｏ要求を受け取ると直ぐに開始する。ステッ
プ２において、これがブート時間の初期化の場合である
か否かの決定がなされる。そうである場合は、ステップ
３は、どのローカル・ハードディスク・ドライブがオン
ディスク・キャッシュを保持するかを決定する。ステッ
プ４において、オンディスク・キャッシュの名前が作成
される。オンディスク・キャッシュの名前は、ドライブ
識別子文字と名前”ＣＦＣ．ＳＹＳ”とを組み合わせる
ことにより作成される。例えば、ＰＣ−ＣａｃｈｅＦＳ
のためのセットアップ・プログラムがオンディスク・キ
ャッシュを”Ｄ”ドライブに配置するよう構成された場
合、オンディスク・キャッシュの全名前は”Ｄ：＼ＣＦ
Ｃ．ＳＹＳ”である。これが、キャッシングＶｘＤがシ
ステムにより実行される最初である場合、該システムは
まだ、オンディスク・キャッシュをドライブ”Ｄ”上に
初期化していない。従って、”Ｄ”ドライブ・ディレク
トリが、ステップ５においてオンディスク・キャッシュ
・ファイル名”Ｄ：＼ＣＦＣ．ＳＹＳ”について探索さ
れる。オンディスク・キャッシュ・ファイル名が”Ｄ”
ドライブ上にない場合、該”Ｄ”ドライブは標準オペレ
ーティング・システム・サービスを用いて初期化される
（即ち、作成される）。一旦、オンディスク・キャッシ
ュが存在すると、それは、ステップ７において、ディス
ク・ドライブ上で消費される空間量を決定するため走査
される。
【００１９】ステップ７の出力とステップ２の「ノー
（否定）」の出力はステップ８に送られ、このステップ
８は到来するファイルＩ／Ｏ要求がキャッシングのため
指定された大容量蓄積装置のデータと関係するか否かを
決定する。否の場合、ファイルＩ／Ｏ要求は、ステップ
９において、ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤに対して「フックさ
れた」次のＶｘＤにチェーン（ｃｈａｉｎ）され、又は
フックされたＶｘＤのチェーンに他のＶｘＤがない場合
ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤに直接チェーンされる。他方、フ
ァイルＩ／Ｏ要求がキャッシュされるべきものである場
合、要求されたデータを含むファイルのフルパス名は、
そのオンディスク・キャッシュ名前にステップ１０にお
いて変換される。一例として、ＣＤ−ＲＯＭファイル要
求は、”Ｒ：＼ＦＵＬＬ＼ＰＡＴＨ＼ＰＥＡＤＭＥ．Ｔ
ＸＴ”であり得る。このフルパス名は、”Ｄ：＼ＣＦ
Ｓ．ＳＹＳ＼Ｒ＼ＦＵＬＬ＼ＰＡＴＨ＼ＲＥＡＤＭＥ．
ＴＸＴ”に変換される。変換オペレーションは、元のフ
ァイルの実際のパスを任意の時に急速に決定するため単
純、効率的且つ容易に可逆可能である。
（否定）」の出力はステップ８に送られ、このステップ
８は到来するファイルＩ／Ｏ要求がキャッシングのため
指定された大容量蓄積装置のデータと関係するか否かを
決定する。否の場合、ファイルＩ／Ｏ要求は、ステップ
９において、ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤに対して「フックさ
れた」次のＶｘＤにチェーン（ｃｈａｉｎ）され、又は
フックされたＶｘＤのチェーンに他のＶｘＤがない場合
ＩＦＳＭＧＲ ＶｘＤに直接チェーンされる。他方、フ
ァイルＩ／Ｏ要求がキャッシュされるべきものである場
合、要求されたデータを含むファイルのフルパス名は、
そのオンディスク・キャッシュ名前にステップ１０にお
いて変換される。一例として、ＣＤ−ＲＯＭファイル要
求は、”Ｒ：＼ＦＵＬＬ＼ＰＡＴＨ＼ＰＥＡＤＭＥ．Ｔ
ＸＴ”であり得る。このフルパス名は、”Ｄ：＼ＣＦ
Ｓ．ＳＹＳ＼Ｒ＼ＦＵＬＬ＼ＰＡＴＨ＼ＲＥＡＤＭＥ．
ＴＸＴ”に変換される。変換オペレーションは、元のフ
ァイルの実際のパスを任意の時に急速に決定するため単
純、効率的且つ容易に可逆可能である。
【００２０】次いで、ステップ１１は、変換された名前
がオンディスク・キャッシュ・ディレクトリに存在する
か否かを決定する。否の場合、変換されたパス名は、オ
ンディスク・キャッシュ・ディレクトリにステップ１２
において書き込まれ、新しいパスにとって要求されるロ
ーカル・ハードディスク・ドライブに何らかの親ディレ
クトリを作成する。次いで、ステップ１３はファイル名
のためのミニデータベースを初期化する。ミニデータベ
ースは以下でより詳細に記載される。ここでは、オンデ
ィスク・キャッシュ内のブロックの一つもまだそのファ
イルのためのデータによりロードされていないことを指
示するため、ミニデータベースが初期化されると言えば
十分である。
がオンディスク・キャッシュ・ディレクトリに存在する
か否かを決定する。否の場合、変換されたパス名は、オ
ンディスク・キャッシュ・ディレクトリにステップ１２
において書き込まれ、新しいパスにとって要求されるロ
ーカル・ハードディスク・ドライブに何らかの親ディレ
クトリを作成する。次いで、ステップ１３はファイル名
のためのミニデータベースを初期化する。ミニデータベ
ースは以下でより詳細に記載される。ここでは、オンデ
ィスク・キャッシュ内のブロックの一つもまだそのファ
イルのためのデータによりロードされていないことを指
示するため、ミニデータベースが初期化されると言えば
十分である。
【００２１】ステップ１４において、変換されたファイ
ル名のためのミニデータベースは、ファイルからのどの
データ・ブロック番号がキャッシュ内にロードされたか
を確かめるため処理される。ステップ１５は、ミニデー
タベースに含まれるブロック番号が、要求されたデータ
がキャッシュされたＣＤ−ＲＯＭドライブに存在するブ
ロック番号に対応するか否かを決定する。このようなブ
ロック番号がミニデータベース内に存在しない場合、ス
テップ１６において、データが、ネットワーク又はＣＤ
−ＲＯＭファイル・システムからシステム・データバス
を介して読み出され、オンディスク・キャッシュ内のデ
ータ・ブロックに書き込まれる。そして、ファイル・ミ
ニデータベースは、ファイル・データがキャッシュ・ブ
ロックに存在することを反映するよう更新される。
ル名のためのミニデータベースは、ファイルからのどの
データ・ブロック番号がキャッシュ内にロードされたか
を確かめるため処理される。ステップ１５は、ミニデー
タベースに含まれるブロック番号が、要求されたデータ
がキャッシュされたＣＤ−ＲＯＭドライブに存在するブ
ロック番号に対応するか否かを決定する。このようなブ
ロック番号がミニデータベース内に存在しない場合、ス
テップ１６において、データが、ネットワーク又はＣＤ
−ＲＯＭファイル・システムからシステム・データバス
を介して読み出され、オンディスク・キャッシュ内のデ
ータ・ブロックに書き込まれる。そして、ファイル・ミ
ニデータベースは、ファイル・データがキャッシュ・ブ
ロックに存在することを反映するよう更新される。
【００２２】ステップ１７において、キャッシュ内のデ
ータは、適切なブロックを見出すためのガイドとしてミ
ニデータベースを用いてアクセスされる。ステップ１８
において、ファイルＩ／Ｏ要求は、オンディスク・キャ
ッシュから検索されたデータをシステム・データバス上
にロードすることにより解決される。次いで、プロセス
を完了するため、ステップ１９において、制御はＩＦＳ
ＭＧＲ ＶｘＤへ戻される。
ータは、適切なブロックを見出すためのガイドとしてミ
ニデータベースを用いてアクセスされる。ステップ１８
において、ファイルＩ／Ｏ要求は、オンディスク・キャ
ッシュから検索されたデータをシステム・データバス上
にロードすることにより解決される。次いで、プロセス
を完了するため、ステップ１９において、制御はＩＦＳ
ＭＧＲ ＶｘＤへ戻される。
【００２３】これまで説明したように、ハードディスク
・ドライブの不揮発性キャッシュ内にキャッシュされる
各ファイルは、ハードディスク・ドライブ上でオンディ
スク・キャッシュ領域内に初期化される「ミニデータベ
ース」を当該各ファイルと関連付けさせる。本発明の好
適実施形態においては、ミニデータベースは２５６バイ
トのデータを含む。ミニデータベースはＰＣ−Ｃａｃｈ
ｅＦＳバージョン情報を保持し、その結果ミニデータベ
ースの構造が必要に応じて将来更新され得る。また、キ
ャッシュされる大容量蓄積装置上のファイルのサイズや
最後のファイル更新の時間のようなキャッシュ一貫性
（ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃｙ）情報がミニデータベースに
含まれる。キャッシュ一貫性情報は、キャッシュ内に記
憶されたデータがキャッシュされたデバイス内に記憶さ
れたデータに関して有効であるか否かを決定するのを容
易にする。また、直接及び間接のブロック情報がミニデ
ータベースに含まれる。
・ドライブの不揮発性キャッシュ内にキャッシュされる
各ファイルは、ハードディスク・ドライブ上でオンディ
スク・キャッシュ領域内に初期化される「ミニデータベ
ース」を当該各ファイルと関連付けさせる。本発明の好
適実施形態においては、ミニデータベースは２５６バイ
トのデータを含む。ミニデータベースはＰＣ−Ｃａｃｈ
ｅＦＳバージョン情報を保持し、その結果ミニデータベ
ースの構造が必要に応じて将来更新され得る。また、キ
ャッシュされる大容量蓄積装置上のファイルのサイズや
最後のファイル更新の時間のようなキャッシュ一貫性
（ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃｙ）情報がミニデータベースに
含まれる。キャッシュ一貫性情報は、キャッシュ内に記
憶されたデータがキャッシュされたデバイス内に記憶さ
れたデータに関して有効であるか否かを決定するのを容
易にする。また、直接及び間接のブロック情報がミニデ
ータベースに含まれる。
【００２４】本発明の好適実施形態においては、データ
が、キャッシュされた大容量蓄積装置から読み出され、
キャッシュに８キロバイト・ブロックで書き込まれる。
元のファイルにおける各８キロバイト・ブロックは、最
初、即ちファイルの「０」ブロックからのオフセットと
して番号が付される。例えば、「５」のオフセットは、
ファイルの始めから第６番目のブロックを指示する。本
発明の好適実施形態においては、ミニデータベースは、
キャッシュされているファイルに関連するキャッシュ内
で９１個の８キロバイト・ブロックを直接識別（即ち、
指し示す）ことができる。ミニデータベースはまた、別
の１６個の間接ブロックを指し示すことができる。間接
ブロックは、キャッシュされているファイルのための８
キロバイト・ブロックの数が９１を越えるときいつでも
初期化される。間接ブロックは、補足マッピング・テー
ブルに変換されてしまった、キャッシュ内の８キロバイ
ト・データ・ブロックである。各ブロック指名子が２バ
イトを必要とするので、各８キロバイト間接ブロック
は、キャッシュされているファイルのためのデータを含
む追加の４０９８個の８キロバイト・データ・ブロック
を指し示すことができる。ミニデータベースは、最大１
６個の間接ブロックを指し示すのに十分な容量を持つ。
こうして、このデータ構成により、いずれのキャッシュ
されたファイルの最初の７４５４７２バイトは、直接ブ
ロック指名子をミニデータベース内で用いることにより
直接参照されることができる。１６個の利用可能な間接
ブロックは、追加の６５５３６個の８キロバイト・ブロ
ックのための準備をする。こうして、約５２５メガバイ
トまでのサイズのファイルがキャッシュされ得る。４０
００のオフセットを持つブロックに到達するため、プロ
グラム・コードは、このオフセットが直接ブロック（そ
のブロックは単に９１個である。）内にないことを決定
し、且つ所望のデータ・ブロックのためのポインタが最
初の間接ブロック内で第３９０９番の倍バイト値で見出
されることを（４０００から９１を減算することによ
り）計算する。この位置の値は、キャッシュ内で所望の
データ・ブロックを直接指し示す。
が、キャッシュされた大容量蓄積装置から読み出され、
キャッシュに８キロバイト・ブロックで書き込まれる。
元のファイルにおける各８キロバイト・ブロックは、最
初、即ちファイルの「０」ブロックからのオフセットと
して番号が付される。例えば、「５」のオフセットは、
ファイルの始めから第６番目のブロックを指示する。本
発明の好適実施形態においては、ミニデータベースは、
キャッシュされているファイルに関連するキャッシュ内
で９１個の８キロバイト・ブロックを直接識別（即ち、
指し示す）ことができる。ミニデータベースはまた、別
の１６個の間接ブロックを指し示すことができる。間接
ブロックは、キャッシュされているファイルのための８
キロバイト・ブロックの数が９１を越えるときいつでも
初期化される。間接ブロックは、補足マッピング・テー
ブルに変換されてしまった、キャッシュ内の８キロバイ
ト・データ・ブロックである。各ブロック指名子が２バ
イトを必要とするので、各８キロバイト間接ブロック
は、キャッシュされているファイルのためのデータを含
む追加の４０９８個の８キロバイト・データ・ブロック
を指し示すことができる。ミニデータベースは、最大１
６個の間接ブロックを指し示すのに十分な容量を持つ。
こうして、このデータ構成により、いずれのキャッシュ
されたファイルの最初の７４５４７２バイトは、直接ブ
ロック指名子をミニデータベース内で用いることにより
直接参照されることができる。１６個の利用可能な間接
ブロックは、追加の６５５３６個の８キロバイト・ブロ
ックのための準備をする。こうして、約５２５メガバイ
トまでのサイズのファイルがキャッシュされ得る。４０
００のオフセットを持つブロックに到達するため、プロ
グラム・コードは、このオフセットが直接ブロック（そ
のブロックは単に９１個である。）内にないことを決定
し、且つ所望のデータ・ブロックのためのポインタが最
初の間接ブロック内で第３９０９番の倍バイト値で見出
されることを（４０００から９１を減算することによ
り）計算する。この位置の値は、キャッシュ内で所望の
データ・ブロックを直接指し示す。
【００２５】要求された倍バイト・ポインタが間接ブロ
ック内に見出されるときデータ・ブロック位置オペレー
ションを強化する手段として、オンディスク・キャッシ
ュ・コードが、最後の間接ブロックが後続のアクセスの
ため必要とされる場合に読み出されるこの最後の間接ブ
ロックを記録する。この技術は、データを非常に大きな
ファイルから読み出す場合の性能を改善する。
ック内に見出されるときデータ・ブロック位置オペレー
ションを強化する手段として、オンディスク・キャッシ
ュ・コードが、最後の間接ブロックが後続のアクセスの
ため必要とされる場合に読み出されるこの最後の間接ブ
ロックを記録する。この技術は、データを非常に大きな
ファイルから読み出す場合の性能を改善する。
【００２６】こうして、これまで記載された、ハードデ
ィスク・ドライブを用いるネットワーク及びＣＤ−ＲＯ
Ｍのアクセスをキャッシュする方法は、キャッシュされ
たファイル・パス名と新しいパス名との間の効率的な変
換を提供する。なお、新しいパス名は、ハードディスク
・ディレクトリに書き込むことができ、そしてキャッシ
ュされたデータがロードされる、ハードディスク・ドラ
イブ上のファイルを識別する。更に、本方法は、各キャ
ッシュされたファイルのためのミニデータベースを含む
ハードディスク・ドライブ上のキャッシュ構造を初期化
するための準備する。そのミニデータベースは倍バイト
・ポインタを記憶する。その各ポインタは、元のファイ
ルのキャッシュされたブロックの位置を直接識別する
か、倍バイト・ポインタをも記憶する間接ブロックを指
し示すかのいずれかである。その各倍バイト・ポインタ
は元のファイルのキャッシュされたブロックの位置を直
接識別する。
ィスク・ドライブを用いるネットワーク及びＣＤ−ＲＯ
Ｍのアクセスをキャッシュする方法は、キャッシュされ
たファイル・パス名と新しいパス名との間の効率的な変
換を提供する。なお、新しいパス名は、ハードディスク
・ディレクトリに書き込むことができ、そしてキャッシ
ュされたデータがロードされる、ハードディスク・ドラ
イブ上のファイルを識別する。更に、本方法は、各キャ
ッシュされたファイルのためのミニデータベースを含む
ハードディスク・ドライブ上のキャッシュ構造を初期化
するための準備する。そのミニデータベースは倍バイト
・ポインタを記憶する。その各ポインタは、元のファイ
ルのキャッシュされたブロックの位置を直接識別する
か、倍バイト・ポインタをも記憶する間接ブロックを指
し示すかのいずれかである。その各倍バイト・ポインタ
は元のファイルのキャッシュされたブロックの位置を直
接識別する。
【００２７】本発明が好適実施形態を参照して特に示さ
れ且つ記載されてきたが、本発明の精神及び範囲から離
れることなく形態及び詳細構成における種々の変更がな
され得ることは当業者には理解されるであろう。
れ且つ記載されてきたが、本発明の精神及び範囲から離
れることなく形態及び詳細構成における種々の変更がな
され得ることは当業者には理解されるであろう。
【図１】本発明に従った方法のコンピュータにより実現
されるステップを実施するコンピュータ・システムを示
す。
されるステップを実施するコンピュータ・システムを示
す。
【図２】ハードディスク・ドライブをアクセスするネッ
トワーク及びＣＤ−ＲＯＭをキャッシングする方法を実
現する論理動作フローを表すフローチャートを示す。
トワーク及びＣＤ−ＲＯＭをキャッシングする方法を実
現する論理動作フローを表すフローチャートを示す。
１ プロセッサ ２ Ｉ／Ｏセクション ３ 中央処理ユニット（ＣＰＵ） ４ メモリ・セクション ５ キーボード ６ ディスプレイ・ユニット ７ ＣＤ−ＲＯＭドライブ・ユニット ８ ＣＤ−ＲＯＭ媒体 ９ ディスク記憶ユニット １０ プログラム
フロントページの続き (71)出願人 597004720 2550 Ｇａｒｃｉａ Ａｖｅｎｕｅ，ＭＳ ＰＡＬ１−521，Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ｖ ｉｅｗ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ 94043− 1100，Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ ｏｆ Ａｍｅｒｉｃａ (72)発明者 ブライアン・バーリナー アメリカ合衆国コロラド州80919，コロラ ド・スプリングス，シルバー・スプリン グ・サークル 379
Claims (20)
- 【請求項１】 コンピュータ・システムにより制御され
るハードディスク・ドライブ上で、当該ハードディスク
・ドライブのアクセス速度より遅いアクセス速度を持つ
大容量蓄積装置に記憶されたファイル・データをキャッ
シュする方法であって、前記コンピュータ・システムに
ロードされるオペレーティング・システムによりなされ
たファイル入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求に応答する方法に
おいて、 受け取られたファイルＩ／Ｏ要求に関連するデータを含
む大容量蓄積装置上のファイルのフルパス名を、指定さ
れたドライブ上のキャッシュ・ディレクトリ内のファイ
ル名と対応するファイル名に変換するステップと、 前記の変換されたファイル名が前記ハードディスク・ド
ライブのキャッシュ・ディレクトリに存在するか否かを
決定するステップと、 前記の変換されたファイル名が前記ディレクトリに存在
しない場合、何も存在しないならばキャッシュ・ディレ
クトリを作成し、前記の変換されたファイル名を前記キ
ャッシュ・ディレクトリに書込み、前記キャッシュ内の
大容量蓄積装置ファイル・データを識別して指し示すミ
ニデータベースを、前記の変換されたファイル名と関連
するファイルのため作成するステップと、 オンディスク・キャッシュ名前ファイルと関連するミニ
データベースを処理して、大容量蓄積装置ファイルのど
の部分が前記キャッシュに存在するかを決定するステッ
プと、 前記の受け取られたＩ／Ｏ要求と関連する大容量蓄積装
置ファイル・データが前記キャッシュにあるか否かを決
定するステップと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求と関連するデー
タが前記キャッシュにない場合、データを前記大容量蓄
積装置から読出し、当該データを前記キャッシュに書込
み、前記ミニデータベースを更新するステップと、 前記受け取られたファイルＩ／Ｏ要求を前記キャッシュ
のデータにより解決するステップとを備える方法。 - 【請求項２】 受け取られたファイルＩ／Ｏ要求を受け
取ると、前記の受け取られた要求がオペレーティング・
システムのブート時間の初期化中になされているか否か
を決定するステップと、 前記の受け取られた要求がブート時間の初期化中になさ
れている場合、指定されたドライブ上のキャッシュのた
めの指定された名前に対応する名前を作成し、当該作成
された名前が前記指定されたドライブ上に既に存在する
か否かを決定するステップと、 前記の作成された名前が既に前記指定されたドライブに
存在する場合、前記の作成された名前を有するキャッシ
ュが前記指定されたドライブに存在することを推定し、
前記キャッシュを走査して当該キャッシュにより占めら
れるディスク空間量を決定するステップと、 前記の作成された名前が前記指定されたドライブに存在
しない場合、作成された名前を有するキャッシュを走査
する前に当該キャッシュを前記指定されたドライブに作
成するステップとを更に備える請求項１記載の方法。 - 【請求項３】 前記の作成することに直ぐ続いて前記ミ
ニデータベース内のデータを初期化して、前記のオンデ
ィスク・キャッシュ名前と関連するファイルのためのデ
ータがまだ前記キャッシュに書き込まれていないことを
指示するステップをも備える請求項１記載の方法。 - 【請求項４】 コンピュータ・システムにより制御され
るハードディスク・ドライブ上で、当該ハードディスク
・ドライブのアクセス速度より遅いアクセス速度を持つ
大容量蓄積装置に記憶されたファイル・データをキャッ
シュする方法であって、前記コンピュータ・システムに
ロードされるオペレーティング・システムによりなされ
たファイル入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求に応答する方法に
おいて、 受け取られたファイルＩ／Ｏ要求に関連するデータを含
む大容量蓄積装置上のファイルのフルパス名を、指定さ
れたドライブ上のキャッシュ・ディレクトリ内のファイ
ル名と対応するファイル名に変換することを与えるステ
ップと、 前記の変換されたファイル名が前記ハードディスク・ド
ライブのキャッシュ・ディレクトリに存在するか否かを
決定することを与えるステップと、 前記の変換されたファイル名が前記ディレクトリに存在
しない場合、何も存在しないならばキャッシュ・ディレ
クトリを作成することを与え、前記の変換されたファイ
ル名を前記キャッシュ・ディレクトリに書き込むことを
与え、前記キャッシュ内の大容量蓄積装置ファイル・デ
ータを識別して指し示すミニデータベースを、前記の変
換されたファイル名と関連するファイルのため作成する
ことを与えるステップと、 大容量蓄積装置ファイルのどの部分が前記キャッシュに
存在するかを決定すること、オンディスク・キャッシュ
名前ファイルと関連するミニデータベースを処理するこ
とを与えるステップと、 前記の受け取られたＩ／Ｏ要求と関連する大容量蓄積装
置ファイル・データが前記キャッシュにあるか否かを決
定することを与えるステップと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求と関連するデー
タが前記キャッシュにない場合、データを前記大容量蓄
積装置から読み出すこと、当該データを前記キャッシュ
に書込み、前記ミニデータベースを更新することを与え
るステップと、 前記受け取られたファイルＩ／Ｏ要求を前記キャッシュ
のデータにより解決することを与えるステップとを含む
方法。 - 【請求項５】 受け取られたファイルＩ／Ｏ要求を受け
取ると、前記の受け取られた要求がオペレーティング・
システムのブート時間の初期化中になされているか否か
を決定することを与えるステップと、 前記の受け取られた要求がブート時間の初期化中になさ
れている場合、指定されたドライブ上のキャッシュのた
めの指定された名前に対応する名前を作成すること、当
該作成された名前が前記指定されたドライブ上に既に存
在するか否かを決定することを与えるステップと、 前記の作成された名前が既に前記指定されたドライブに
存在する場合、前記の作成された名前を有するキャッシ
ュが前記指定されたドライブに存在することを推定する
こと、前記キャッシュにより占められるディスク空間量
を決定するため前記キャッシュを走査することを与える
ステップと、 前記の作成された名前が前記指定されたドライブに存在
しない場合、前記の作成された名前を有するキャッシュ
を走査する前に当該キャッシュを前記指定されたドライ
ブに作成することを与えるステップとを更に備える請求
項４記載の方法。 - 【請求項６】 前記の作成することに直ぐ続いて前記ミ
ニデータベース内のデータを初期化して、前記のオンデ
ィスク・キャッシュ名前と関連するファイルのためのデ
ータがまだ前記キャッシュに書き込まれていないことを
指示するステップをさらに含む、請求項４記載の方法。 - 【請求項７】 少なくとも１つのローカル・ハードディ
スク・ドライブを制御するローカル・コンピュータ・シ
ステムにより直接制御される指定されたローカル・ハー
ドディスク・ドライブ上で、当該指定されたハードディ
スク・ドライブのアクセス速度より遅いアクセス速度を
持つ大容量蓄積装置に記憶されたファイル・データをキ
ャッシュする方法であって、オペレーティング・システ
ムによりなされたファイル入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求に
応答する方法において、 受け取られるファイルＩ／Ｏ要求を受け取ると、前記の
受け取られた要求がオペレーティング・システムのブー
ト時間の初期化中になされているか否かを決定するステ
ップと、 前記の受け取られた要求がブート時間の初期化中になさ
れている場合、前記ローカル・コンピュータ・システム
により制御されるドライブのうちのどれが前記指定され
たドライブであるかを決定し、前記指定されたドライブ
上のキャッシュのための指定された名前に対応する名前
を作成し、当該作成された名前が前記指定されたドライ
ブ上に既に存在するか否かを決定するステップと、 前記の作成された名前が既に前記指定されたドライブに
存在する場合、前記の作成された名前を有するキャッシ
ュが前記指定されたドライブに存在することを推定し、
前記キャッシュを走査して当該キャッシュにより占めら
れるディスク空間量を決定し、一方、前記の作成された
名前が前記指定されたドライブに存在しない場合、作成
された名前を有するキャッシュを走査する前に当該キャ
ッシュを前記指定されたドライブに作成するステップ
と、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求がキャッシュさ
れるべきであるか否かを決定するステップと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求がキャッシュさ
れるべきでない場合、前記キャッシュする方法を終了さ
せ、一方、前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求がキ
ャッシュされるべきである場合、前記の受け取られたフ
ァイルＩ／Ｏ要求に関連するデータを含む大容量蓄積装
置上のファイルのフルパス名を、オンディスク・キャッ
シュ名前に変換するステップと、 前記オンディスクキャッシュ名前が前記指定されたディ
スク・ドライブ上のディレクトリに存在するか否かを決
定するステップと、 前記オンディスク・キャッシュ名前が前記ディレクトリ
に存在しない場合、オンディスク・キャッシュ名前をデ
ィレクトリに書込み、オンディスク・キャッシュ名前と
関連するファイルのためのミニデータベースであって前
記大容量蓄積装置ファイルの部分の前記キャッシュ内に
おける存在及び位置を指示するよう作成された当該ミニ
データベースを作成し、前記オンディスク・キャッシュ
名前と関連するファイルのためのデータがまだ前記キャ
ッシュに書き込まれていないことを指示するためデータ
を前記ミニデータベース内に初期化し、一方、前記オン
ディスク・キャッシュ名前が前記ディレクトリに存在す
る場合、前記の書込み及び初期化のステップを飛ばすス
テップと、 前記オンディスク・キャッシュ名前ファイルと関連する
ミニデータベースを処理して大容量蓄積装置ファイルの
どの部分が前記キャッシュに存在するかを決定するステ
ップと、 前記の受け取られたＩ／Ｏ要求と関連する大容量蓄積装
置ファイル・データが前記キャッシュにあるか否かを決
定するステップと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求と関連する大容
量蓄積装置ファイル・データが前記キャッシュにある場
合、ミニデータベースをその位置のガイドとして用いて
前記の関連するデータをアクセスし、一方、前記の関連
するデータが前記キャッシュにない場合、データを前記
大容量蓄積装置から読出し、当該データを前記キャッシ
ュに書込み、前記ミニデータベースを更新するステップ
と、 ここで前記キャッシュ内のデータにより前記受け取られ
たファイルＩ／Ｏ要求を解決するステップとを備える方
法。 - 【請求項８】 ハードディスク・ドライブのアクセス速
度より遅いアクセス速度を有する大容量蓄積装置に記憶
されるファイル・データを、コンピュータ・システムに
より制御される前記ハードディスク・ドライブ上にキャ
ッシュするためのプロセスを実行するため具体化された
コンピュータにより読取り可能なコードを有するコンピ
ュータにより使用可能な媒体を備え、前記プロセスが前
記コンピュータにロードされるオペレーティング・シス
テムによりなされるファイル入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求
に応答する、コンピュータ・プログラム製品において、 受け取られたファイルＩ／Ｏ要求に関連するデータを含
む前記大容量蓄積装置上のファイルのフルパス名を、指
定されたドライブ上のキャッシュ・ディレクトリ内のフ
ァイル名と対応するファイル名に変換することを前記コ
ンピュータ・システムに実効させるよう構成されたコン
ピュータにより読取り可能なプログラム・コード・デバ
イスと、 前記の変換された名前が前記ディスク・ドライブのキャ
ッシュ・ディレクトリに存在するか否かを決定すること
を前記コンピュータ・システムに実効させるよう構成さ
れたコンピュータにより読取り可能なプログラム・コー
ド・デバイスと、 前記オンディスク・キャッシュ名前が前記ディレクトリ
に存在しない場合、何も存在しないならばキャッシュ・
ディレクトリを作成することと、前記の変換された名前
を前記キャッシュ・ディレクトリに書き込むことと、前
記キャッシュ内の大容量蓄積装置ファイル・データを識
別して指し示すミニデータベースを、前記オンディスク
・キャッシュ名前と関連するファイルのため作成するこ
ととをコンピュータに実効させるよう構成されたコンピ
ュータにより読取り可能なプログラム・コード・デバイ
スと、 前記大容量蓄積装置ファイルのどの部分が前記キャッシ
ュに存在するかを決定するため、前記オンディスク・キ
ャッシュ名前と関連するミニデータベースを処理するこ
とを前記コンピュータ・システムに実効させるよう構成
されたコンピュータにより読取り可能なプログラム・コ
ード・デバイスと、 前記の受け取られたＩ／Ｏ要求と関連する大容量蓄積装
置ファイル・データが前記キャッシュにあるか否かを決
定することを前記コンピュータ・システムに実効させる
よう構成されたコンピュータにより読取り可能なプログ
ラム・コード・デバイスと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求と関連するデー
タが前記キャッシュにない場合、当該データを前記大容
量蓄積装置から読出して前記キャッシュに書込み、且つ
前記ミニデータベースを更新することをコンピュータに
実効させるよう構成されたコンピュータにより読取り可
能なプログラム・コード・デバイスと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求を前記キャッシ
ュのデータにより解決することを前記コンピュータ・シ
ステムに実効させるよう構成されたコンピュータにより
読取り可能なプログラム・コード・デバイスとを備える
コンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項９】 ファイルＩ／Ｏ要求を受け取ると、前記
の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求がオペレーティング
・システムのブート時間の初期化中になされているか否
かを決定することを前記コンピュータ・システムに実効
させるよう構成されたコンピュータにより読取り可能な
プログラム・コード・デバイスと、 前記の受け取られたファイルＩ／Ｏ要求がブート時間の
初期化中になされている場合、指定されたドライブ上の
キャッシュのための指定された名前に対応する名前を作
成し、当該作成された名前が前記指定されたドライブ上
に既に存在するか否かを決定することを前記コンピュー
タ・システムに実効させるよう構成されたコンピュータ
により読取り可能なプログラム・コード・デバイスと、 前記の作成された名前が既に前記指定されたドライブに
存在する場合、前記の作成された名前を有するキャッシ
ュが前記指定されたドライブに存在することを推定し、
前記キャッシュを走査して当該キャッシュにより占めら
れるディスク空間量を決定することを前記コンピュータ
・システムに実効させるよう構成されたコンピュータに
より読取り可能なプログラム・コード・デバイスと、 前記の作成された名前が前記指定されたドライブに存在
しない場合、前記の作成された名前を有するキャッシュ
を走査する前に当該キャッシュを前記指定されたドライ
ブに作成することを前記コンピュータ・システムに実効
させるよう構成されたコンピュータにより読取り可能な
プログラム・コード・デバイスとを更に備える請求項８
記載のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項１０】 前記の作成することに直ぐ続いて前記
ミニデータベース内のデータを初期化して、前記のオン
ディスク・キャッシュ名前と関連するファイルのための
データがまだ前記キャッシュに書き込まれていないこと
を指示することを前記コンピュータ・システムに実効さ
せるよう構成されたコンピュータにより読取り可能なプ
ログラム・コード・デバイスを更に備える請求項８記載
のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項１１】 コンピュータ・システムと関係して実
現されるキャッシング装置において、 データを変更可能に記憶し得るコンピュータ・システム
により制御されるローカル不揮発性大容量蓄積装置であ
って、キャッシュされたデータと当該キャッシュされた
データと関連するロケータ・データとを記憶するディレ
クトリを備えるローカル不揮発性大容量蓄積装置と、 前記ローカル大容量蓄積装置のアクセス時間より遅いア
クセス時間を有し、且つ前記ローカル大容量蓄積装置に
キャッシュされ得るファイルを記憶する大容量蓄積装置
と、を備えるキャッシング装置。 - 【請求項１２】 前記ロケータ・データは、キャッシュ
される前記の遅い大容量蓄積装置からの各ファイルと関
連するミニデータベースに記憶される請求項１１記載の
キャッシング装置。 - 【請求項１３】 前記キャッシュ・ディレクトリに記憶
されたキャッシュされたデータは、等しいサイズのデー
タ・ブロック内に記憶され、前記キャッシュ・ディレク
トリにおけるキャッシュされたデータの各ブロックは、
前記の遅い大容量蓄積装置に記憶されたファイル内のデ
ータの同じサイズのブロックに対応する請求項１２記載
のキャッシング装置。 - 【請求項１４】 前記の遅い大容量蓄積装置に記憶され
るファイルを作成するデータの各ブロックは、前記ファ
イルの始めからオフセットされたブロックとして識別さ
れる請求項１３記載のキャッシング装置。 - 【請求項１５】 前記ローカル大容量蓄積装置へキャッ
シュされた、前記の遅い大容量蓄積装置上のファイルと
関連したミニデータベースは、ｎ個の直接ブロック・ポ
インタの順序付けられたシーケンスを含み、各直接ブロ
ック・ポインタは、前記の遅い大容量蓄積装置上の前記
ファイル内のデータの最初のｎ個のブロックの一つに順
に対応する請求項１４記載のキャッシング装置。 - 【請求項１６】 前記ミニデータベースは、更にｍ個の
間接ブロック・ポインタを含み、各間接ブロック・ポイ
ンタは、追加の直接ブロック・ポインタを含む前記キャ
ッシュ・ディレクトリ内のデータベース・ブロックと関
連し、各データベース・ブロックは、データ・ブロック
と同一のサイズである請求項１５記載のキャッシング装
置。 - 【請求項１７】 前記ミニデータベースはまた、最後に
記録されたファイル・サイズと、前記ローカル大容量蓄
積装置上にキャッシュされてしまった、前記の遅い大容
量蓄積装置上の各ファイルについての更新時間とを識別
するデータを含む請求項１２記載のキャッシング装置。 - 【請求項１８】 前記ローカル大容量蓄積装置がハード
ディスク・ドライブであり、前記の遅い大容量蓄積装置
がローカルＣＤ−ＲＯＭドライブである請求項１１記載
のキャッシング装置。 - 【請求項１９】 前記ローカル大容量蓄積装置がハード
ディスク・ドライブであり、前記の遅い大容量蓄積装置
が、前記コンピュータ・システムにデータ・リンクを介
して結合され且つネットワークされたハードディスク・
ドライブである請求項１１記載のキャッシング装置。 - 【請求項２０】 各ミニデータベースが２５６バイトを
備え、各データ・ブロックが８キロバイトのサイズであ
る請求項１２記載のキャッシング装置。
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|---|---|
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ID=24568615
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
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| JP (1) | JPH1069414A (ja) |
| DE (1) | DE69700574T2 (ja) |
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