JPH11506552A - ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓを用いてマルチプロセッサ・コンピュータ・システムのファイルをアクセスする方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓを含んでいる、Ｐｏｓｉｘファイル・システムをインプリメントする緩結合されたマルチプロセッサ。パイプ・サーバ（２１４）及びパイプ・ライブラリは、一緒に、Ｐｏｓｉｘによって要求された完全なｆｉｆｏセマンティクスをインプリメントしかつこれらのケイパビリティをＰｏｓｉｘインターフェイスを用いているあらゆるプロセスに提供する。

Description

【発明の詳細な説明】 ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓを用いてマルチプロセッサ・コンピュータ・システム のファイルをアクセスする方法発明の分野 本発明は、プロセス間通信（ＩＰＣ）に関する。以下に説明する、ある一定の プロセス間オペレーションの理解は、本発明を理解するために必要である。 発明の背景 ティストによってのみ最初は好まれたけれども、コンピュータ・サイエンスの学 生及び他の非常に技術的に熟練したコンピュータ・ユーザは、商用プログラミン りかつそれらと一緒に彼らの開発した選好をキャリーするときに大きく成長して 製造者の義務である。 イプ）とｆｉｆｏｓ（ファイフォ）である。ｐｉｐｅｓとｆｉｆｏｓは、協同プ ロセスが互いの識別を知らないで互いに通信するために用いうるデータのメモリ は、プログラムの動的、ラン−タイム実施例である。プロセスがメモリにロード されかつ実行されると同時に、プログラムは、ディスクまたはテープのような記 ーティング・システムである：多くのプロセスは、本質的に同時に実行すること ができる。）ｐｉｐｅｓとｆｉｆｏｓの両方は、通常のファイル・システム呼出 しを介してアクセスされるファイル・システム・オブジェクトである。ｐｉｐｅ ｓとｆｉｆｏｓは、そのデータがトランジエントである：一度データがｐｉｐｅ とｆｉｆｏから読み出されると、そのデータは、再び読み取ることができないと いう点で正規のファイル・システムとは異なる。 ｐｉｐｅｓとｆｉｆｏｓの間の重要な違いは、ｆｉｆｏｓは、通常のファイル ・システム・ファイル・ファイル・ネームを有するがｐｉｐｅｓは、有さないと いうことである。その結果、ｆｉｆｏｓに対してファイル・システム・ファイル ・ネームを必要とする多くのオペレーションは、ｆｉｆｏｓに作用するがｐｉｐ ｅｓに作用しない。 よって別のプロセスを生成することができる。ｆｏｒｋ（）システム呼出しの結 果は、それがそれ自体に固有なプロセス識別番号を有するｉｎｔｅｒ ａｌｉａ 以外の、古いプロセスのコピーである新しいプロセスの生成である。それ自体の コピーを生成するプロセスの手順は、“フォーキング(forking)”と呼ばれる。 フォーキングでは、古いプロセスは、“ペアレント（親）”と呼ばれかつ新しい プロセスは、“チャイルド（子）”と呼ばれる。勿論、ペアレントは、多くのチ ルドレンを有することができるが、子は、一つの親だけを有する。 ｐｉｐｅは、ｐｉｐｅ（）システム呼出しを用いて生成されかつオープンされ る。プロセスにおいてオープンされたｐｉｐｅｓは、フォーキングによりチャイ ルドプロセス(child processes)に伝搬される。一つ以上のフォークの後、ｐｉ ｐｅ（）を呼出したプロセスの派生の全て、並びにプロセスそれ自体は、ｐｉｐ ｅを用いて通信することができる。 ｆｉｆｏは、ｍｋｆｉｆｏ（）（‘make fifo’と発音する）システム呼出し を用いて生成される。このシステム・エントリ・ポイントへの呼出しは、ファイ ル・システムにおいてｆｉｆｏに対するエントリを生成する。ｆｉｆｏの生成後 、十分な許可(sufficient permission)を有するあらゆるプロセスがファイルを オープン（即ち、ｏｐｅｎ（））しうる。その結果、共通の祖先を共有しないプ ロセスは、ｆｉｆｏを用いて通信することができる。 ング・システムであった：最初、ディジタル・イクイップメント・コーポレーシ ョンのＰＤＰ−１１、後に、メインフレーム、そして更に後でマイクロコンピュ ータにおいて人気急騰なマイクロプロセッサ。今日でさえも、ほんの一握りの 従来技術のインプリメンテーションでは、ｐｉｐｅｓとｆｉｆｏｓは、同じｃ ｐｕで走っている二つのプロセス間でのみ確立することができた。例えば、カリ フォルニア州マウンテン・ビューのサン・マイクロシステムからのネットワーク ・ファイル・システム（Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ（ＮＦＳ）） は、同じマシンにおいてのみ他のプロセスと通信するプロセスを許容する。 分散型ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓのインプリメンテーションは、ユーザの期待 以下を実行する高い機会にスタンドする(stand)。 更にまた、分散型ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓのインプリメンテーションは、エ ラー回復をかなり複雑にする。発明の目的および概要 ションで見出されるｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓのを透過的に支持するマルチプロ セッサのＵＮＩＸライク・オペレーティング・システムである。 本発明のこれら及び他の目的は、以下の開示を読むことにより当業者に容易に 明らかであろう。 従って、以下に、別のプロセスに知らせることが所望するあらゆるプロセスは 、制御プロセッサによって保守されたプロセッサ間ロック(lock)に対するアービ ト ティング・システムのマルチプロセッサ・インプリメンテーションを記述する。 所望プロセッサがプロセッサ間ロックを獲得することに成功したならば、次い でプロセッサは、信号を−−所定のシーケンスで−−各プロセッサに知らせる。 所望プロセッサは、プロセッサ間ロックを次に解放する。 所望プロセッサがプロセッサ間ロックを獲得するのに失敗したならば、所望プ ロセッサは、再びアービトレーションにエンターする前に遅延する。一般的に、 所望プロセッサは、それがアービトレーションに再エンターすべく待っている間 にプロセッサ間ロックを必要としないようなそのようなプロセスを走らせる。 信号が送付される各プロセッサは、もしあれば、そのプロセッサの適切なプロ セスへ信号を送付する。 各受信プロセッサは、一度それが入力信号を受け取ったならば、他のプロセッ サとは非同期で動作する。各受信プロセッサのプリ−またはポスト−信号作用は 、他のプロセッサの作用であり必要がなくかつそれらに協調されない。 プロセッサ間ロックを獲得していない信号プロセッサの故障では、特定の分散 型データ構造の一貫性を保証するために何の回復も必要ない。プロセッサ間ロッ クを獲得している信号プロセッサの故障では、制御プロセッサが受信プロセッサ の全てに信号を知らせる機能を支配する。 制御プロセッサの故障では、生存プロセッサは、どの生存プロセッサが制御プ ロセッサを相続するかを決定すべく所定の手順に従う。図面の簡単な説明 図１は、本発明のマルチプロセッサ・システムがｆｉｆｏをオープンするため にプロセスによる呼出しに応じて引き受ける一連の事象の概略表現である。 図２は、本発明によるｐｉｐｅサーバ内及びプロセス内のソフトウェアの層を 示す。 図３は、本発明のｆｉｆｏファイル・システムにおけるｖｎｏｄｅｓを概略的 に示す。 図４は、特定状態におけるｆｉｆｏデータ構造の表現である。 図７は、ｆｉｆｏのオープン要求に対する状態トランザクション図である。 図８は、ｆｉｆｏの読取り要求に対する状態トランザクション図である。 図９は、ｆｉｆｏの書き込み要求に対する状態トランザクション図である。実施例 この特許出願の出願人によって供給されるＯＳＳファイル・システム（ＯＳＳ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ）は、ポータブル・オペレーティング・システム・イ ンターフェイス・パートＩ（Ｐｏｒｔａｂｌｅ Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔ ｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ，Ｐａｒｔ Ｉ （ここで参考文献として採り入れら れる“Posix,”International Standard ISO/IEC 9945-1: 1990; IEEE Std 1003 .1-1990））において特定されたようなＰｏｓｉｘファイル・システムをインプ リメントする。ＯＳＳ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍは、この特許出願の出願人の製 品のコンピュータ・システム・アーキテクチャの緩結合型かつ真の分散型アーキ テクチャを完全に利用すべく設計されている。従って、ＯＳＳ Ｆｉｌｅ Ｓｙ ｓｔｅｍは、分散型ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓの概念を支持する。 この特許出願の出願人から入手可能な総括ＥｘｐａｎｄネットワークのＰｏｓ ｉｘファイル・システム・ディレクトリに登録されたｆｉｆｏの単一の例が存在 する。その結果、ネットワークの一つのノードにおけるプロセスは、別のプロセ スがｆｉｆｏに書き込んだデータを読み取る。換言すると、Ｅｘｐａｎｄネット ワークにわたり互いに通信することを望むＰｏｓｉｘプロセスは、ｆｉｆｏを使 用しうる。 本発明は、プロセス自体が異なるｃｐｕｓで走ることができるけれども、単一 ノードで走っているＰｏｓｉｘプロセスに対してだけｐｉｐｅｓを支持する。総括設計 本発明のパイプ・サーバ及びパイプ・ライブラリは、Ｐｏｓｉｘプロセスに対 してＰｏｓｉｘ標準によって要求される完全なｆｉｆｏセマンティクスを一緒に インプリメントする。本発明は、Ｐｏｓｉｘインターフェイスを用いるあらゆる プロセスへこれらのｆｉｆｏケイパビリティを供給する。 パイプ・サーバは、本発明を実施しているマルチプロセッサ・システムの各ｃ ｐｕで走行するのが好ましいシステムプロセスである。パイプ・サーバは、局所 的に配置されたｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに対して、即ち、そのメモリ常駐、先 入れ先出しデータ・キューが興味のあるプロセス（ここでは、パイプ・サーバ） と同じｃｐｕに配置されるｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに対して制御データ構造を 保守する。プロセッサ間メッセージ・インターフェイスを用いて、パイプ・サー バは、パイプ・サーバのｃｐｕに対してローカル（局所）であるｐｉｐｅｓ及び ｆｉｆｏｓへのアクセスを望んでいる遠隔プロセスに対してＩ／Ｏサービスを供 給する。（遠隔プロセスは、興味のあるプロセスが走行している以外のｃｐｕで 走行するプロセスである。ここでは再び興味のあるプロセスは、パイプ・サーバ である。） 本発明の分散型ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓを潜在的にアクセスするあらゆるプ ロセス及び全てのパイプ・サーバは、パイプ・ライブラリを採り入れる。プロセ スが、プロセスのｃｐｕに対してローカルでないｐｉｐｅまたはｆｉｆｏを−− Ｐｏｓｉｘ特定方法で−−アクセスすることを求めるならば、プロセスのパイプ ・ライブラリ・コードは、プロセッサ間メッセージ・インターフェイスの伝送に 対して対応メッセージに要求Ｐｏｓｉｘ機能を変換する。メッセージは、そのｃ ｐｕに対してｐｉｐｅまたはｆｉｆｏがローカルであるパイプ・サーバへ送られ る。パイプ・ライブラリ・コードのプロセッサ間メッセージ・インターフェイス を用いて、このパイプ・サーバは、遠隔プロセスに対する要求Ｉ／Ｏサービスを 供給する。 しかしながら、プロセスが要求しているプロセスのｃｐｕに対してローカルな ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏへのＰｏｓｉｘアクセスを要求するならば、このパイプ ・ライブラリは、ユーザプロセスのコンテキストにおける完全なＰｏｓｉｘ要求 を実行する。同様に、パイプ・サーバは、ローカルｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対 してＰｏｓｉｘサービスを要求しているメッセージを受け取るパイプ・サーバは 、パイプ・ライブラリを用いて、それ自体のコンテキストにおいるその要求を実 行する。パイプ・ライブラリ・コードは、ローカルｐｉｐｅ及びｆｉｆｏデータ 制御構造を保守し、かつ本発明のｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓを潜在的にアクセス しているパイプ・サーバ及びあらゆるローカルプロセスは、それぞれパイプ・ラ イブラリを包含する。 本発明の更なるコンポーネントは、ネーム・サーバである。ネーム・サーバは 、ｆｉｆｏｓに対するネーム分解(name resolution)を行う。ネーム・サーバは 、また、サーバがパスネーム分解(pathname resolution)を実行するときにｆｉ ｆｏの全ての必要な機密検査も実行する。ネーム・サーバが実行する機密検査は 、他のＰｏｓｉｘファイルで実行されたそれらの機密検査とまったく同じである 。 各Ｐｏｓｉｘファイル・システムは、関連ネーム・サーバを有する。Ｆｉｆｏ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍの編成 図２は、本発明によるユーザプロセス２１６及びパイプ・サーバ２１４内のソ フトウェアの層を示す。ほとんどの場合に層は、下の層からのサービスだけを要 求するけれども、各層は、すぐ上またはすぐ下の層からのサービスを要求しうる 。所与の層に対して、次に低い層へのインターフェイスは、ここでは、“より低 いインターフェイス(lower interface)”と称されかつ次に高い層へのインター フェイスは、“より高いインターフェイス(higher interface)”と称される。各 層は、層がその発信者(caller)についてなしうるしかつ発信者が層についてなし うる全ての想定を特定するよく定義されたインターフェイスを供給する。インタ ーフェイスは、一組のデータ型(data types)及び一組の呼出し可能機能(callabl e functions)を含む。パラメータに加えて、インターフェイスの機能は、汎用状 態(global state)、例えば、機能を用いる間中、発信者が所有しなければならな いセマフォ(semaphores)についての規則を含みうる。 そのインターフェイスに加えて、各層は、個人データ構造及び機能を含みうる 。モジュール性を保証するために、これらの個人データ構造及び機能は、層内で のみ用いられうる。 プロセス２１６のようなプロセスは、一般的にデータベース、ワードプロセッ サまたはファイル・システム・バックアップ・プログラムのようなアプリケーシ ョン・プログラムである。オペレーティング・システム・エントリ・ポイント（ 例えば、Ｐｏｓｉｘ ｏｐｅｎ（））への呼出しは、ユーザが書き込むコード２ ００で生ずる。このユーザ・コード２００は、システム・エントリ・ポイントに 対してプログラム・フレンドリー・インターフェイスを供給しているライブラリ を介して直接的または間接的にＰｏｓｉｘファイル・システム・インターフェイ スを用いてｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓ（並びに他のファイル型）のオペレーショ ンを実行する。ユーザ・コード２００は、本発明の一部ではない。 本発明は、ユーザ・アプリケーション・コード２００にファイル・システム・ インターフェイス２０４を供給する、仮想ファイル・システム（Ｖｉｒｔｕａｌ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ）、ＶＦＳ、を含む。このインターフェイス２０４は 、ユーザに一貫性のある、ファイル・システム−独立方法で多くの型のファイル ・システムにおけるファイルをアクセスさせる。好ましい実施例では、それは、 ユーザプロセスによって要求されるケイパビリティを支持しているあらゆるファ イル・システム・インターフェイスであることができるけれども、ファイル・シ ステム・インターフェイス２０４のより高いインターフェイスは、Ｐｏｓｉｘフ ァイル・システム・インターフェイスである。Ｐｏｓｉｘファイル・システムは 、正規のファイル（即ち、ファイル・システムによって課せられる更なる構造を 有さない、バイトのランダムにアクセス可能なシーケンスであるファイル）、ｐ ｉｐｅｓ、ｆｉｆｏｓ及び特別なファイル（即ち、それを通ってプロセスがディ スク・ドライブ、端子、等のようなハードウェア機器をアクセスすることができ るようなファイル）を支持する。 そのタスクを達成するために、ＶＦＳは、層２０６及び２０８のようなソフト ウェアのより低いレベルのファイル・システム−独立層を呼出す。ＶＦＳインタ ーフェイス２０４は、より低い、ファイル・システム−ディペンデント層が用い る重要なデータ構造を含む。 好ましい実施例では、これらのデータ構造は、Ｐｏｓｉｘファイル・システム ハイアー・インターフェイスの部分ではなくかつユーザ・コードは、これらのデ ータ構造を参照または使用しないであろう。これらのＶＦＳデータ構造は、Ｐｏ ｓｉｘオープン・ブロック、ｖｎｏｄｅ及び種々のセマフォ（全て図示省略）を 含む。Ｐｏｓｉｘオープン・ブロックは、オープン・ファイルのオープン状態に ついての情報を包含する。ファイル・システム−ディペンデント層がこのブロッ クを拡張しうると同時に、ＶＦＳインターフェイス２０４それ自体は、ファイル ・システム−ディペンデント拡張を変更しない。 Ｖｎｏｄｅｓは、ＶＦＳにおけるｐｉｐｅ（パイプ）またはｆｉｆｏを表して いるパア−ファイル情報を包含する。Ｐｏｓｉｘオープン・ブロックのように、 ｖｎｏｄｅは、ＶＦＳが無視するファイル・システム−ディペンデント拡張を包 含することができる。各ファイル・システムは、ＶＦＳがファイル・システム− ディペンデント・オペレーションを実行するために用いる完全なｖｎｏｄｅオペ レーション（ＶＯＰ）機能の組（図示省略）をインプリメントする。好ましい実 施例では、例えば、ｆｉｆｏ＿ｏｐｓ層２０６は、ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに 対するＶＯＰ機能を定義する。 ＶＦＳインターフェイス２０４は、ＶＦＳデータ構造へのアクセスを同期する ために有用なセマフォを含む。 好ましい実施例では、ＶＦＳインターフェイス２０４は、また、ｖｎｏｄｅｓ 及びＰｏｓｉｘオープン・ブロックで動作するための機能も供給する。例えば、 ＶＦＳは、ハッシュ・リスト及びｖｎｏｄｅｓを効率的に見出すためにハッシュ ・リストを用いる他のものにｖｎｏｄｅｓを加える機能を供給する。 ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、ＶＦＳがｆｉｆｏまたはｐｉｐｅに対するファ イル・システム−ディペンデント・オペレーションを要求するために用いるＶＯ Ｐインターフェイスを支持する。ｆｉｆｏ ｏｐｓ機能のそれぞれは、単一ｐｉ ｐｅまたはｆｉｆｏで動作する。それゆえに、ほとんどの機能は、入力パラメー タとしてｖｎｏｄｅ及びＰｏｓｉｘオープン・ブロックを受け取る。しかしなが ら、ｆｉｆｏ ｏｐｓ機能は、更なるパラメータを取ることができる。例えば、 ｆｉｆｏ読み取りは、読み取るための多数のバイト及び読み取られるデータを記 憶するためのロケーションを必要とする。 各機能は、Ｐｏｓｉｘ完了コード及び好ましくは基礎を成しているオペレーテ ィング・システム（ここでは、この特許出願の出願人から入手可能なＧｕａｒｄ ｉａｎ）に対する完了コードを戻す。 ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６の責務(responsibilities)は、ｐｉｐｅ制御ブロッ クを操作すべく基礎を成しているｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２ １０を要求すること；Ｐｏｓｉｘオープン・ブロック及びｖｎｏｄｅｓ（セマフ ォを有するＰｏｓｉｘオープン・ブロックへのアクセスを同期することを含んで いる）に対するｆｉｆｏファイル・システム拡張を操作すること；ｐｉｐｅ制御 ブロック・インターフェイス２１０が対応ｐｉｐｅ制御ブロックが行ってしまっ たこと示した後でｆｉｆｏファイル識別子を除去すべくファイル・システムに関 連付けられたネーム・サーバを要求すること；ｐｉｐｅ制御ブロック・インター フェイス２１０がこれらの回数が更新されるべきであるということを示すときに アクセス、オープンｆｉｆｏｓの状態変化及び変更回数アトリビュートを更新す ることをネーム・サーバに要求すること；かつオープンであるｆｉｆｏに対する ｐｉｐｅ制御ブロックが去ったならばオープン要求をリトライすることをＶＦＳ 層２０４に要求している表示を戻すことを含む。これらの責務は、以下に更に説 明する。 ｆｉｆｏ ｆｓ層２０８は、Ｐｏｓｉｘオープン・ブロック及びｖｎｏｄｅデ ータ構造のファイル・システム−ディペンデント部分を設定するために必要な全 ての機能を含む。例えば、ｆｉｆｏ ｆｓ層２１０は、Ｐｏｓｉｘオープン・ブ ロック・データ構造のファイル・システム−ディペンデント部分の長さを戻す機 能を含む。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０は、ｐｉｐｅ制御ブロック （以下に説明する）でのオペレーションに対する要求の概念をインプリメントす る。ローカル要求は、要求しているプロセスのｃｐｕのｐｉｐｅ制御ブロックを アクセスする。ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０は、直接的に パイプ制御ボロックｏｐｓ層２１２を呼出す。 あるローカル要求の性能は、シーケンスで複数回ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ 層２１２の呼出しを必要とする。層２１２の各呼出しは、ここでは、“ｐｉｂ ｏｐｅｒａｔｉｏｎ（ピブ・オペレーション）”と称される。“Ｐｉｂ”は、“ ｐｉｐｅ制御ブロック”の略語である。例えば、ｐｉｐｅ制御ブロックからの読 取りのようなローカル・ブロッキング要求に対して、ｐｉｐｅブロック制御イン ターフェイス層２１０は、ｐｉｂオペレーション間をブロックする。これは、以 下に更に説明する。 比較において、遠隔要求は、別のｃｐｕのｐｉｐｅ制御ブロックをアクセスす る。要求プロセスにおけるｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０は 、その遠隔ｃｐｕ上のパイプ・サーバ２１４へメッセージにおける要求を送り、 かつそのｐｉｐｅサーバのｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス・層２１０ は、を要求メッセージ読取りかつその遠隔ｃｐｕのｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ 層２１８を呼出す。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０がｐｉｐｅ制御ブロックｏ ｐｓ層２１２へ供給するケイパビリティは、次のものを含む（これらのケイパビ リティは、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２をパイプ・サーバ２１４のコン テキストまたはユーザプロセス２１６のコンテキストで走らせる。）：要求に関 連付けられたデータを読み取ること；要求に応答すること；及び要求を継続する こと。パイプ・サーバでは、データは、メッセージから読み取られかつ応答は、 メッセージとしてパッケージされると同時に、ユーザプロセスでは、データは、 発信者のデータ・バッファから読み取られかつ応答は、発信者のデータ・バッフ ァへ移動される。ブロックされた要求を継続するときに、ブロックされていない 要求は、パイプ・サーバにおける実行可能リストに置かれかつブロックされたユ ーザプロセスは、目覚めさせられる。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０は、また、それによりパイ プ・サーバ２１４がユーザプロセス２１６によって送られた要求を読み取ること ができる機能も供給する。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０がｐｉｂオペレーション間 でブロックされている間にプロセスが信号を受け取ったならば、インターフェイ ス層２１０は、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２が顕著な要求(outstanding request)を取り消すことを要求する。そのｐｉｐｅ制御ブロック・インターフ ェイス層２１０が要求に応答すべくパイプ・サーバ２１４を待機している間にプ ロセス２１６が信号を受け取ったならば、インターフェイス層２１０は、パイプ ・サーバ２１４が顕著な要求を取り消すことを要求する。 ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層は、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス 層２１０のより低いインターフェイスを支持するために必要なノン−ブロッキン グ・オペレーションをインプリメントする。オペレーションは、パイプ・サーバ ２１４にそのブロッキングなしでそれらを実行させるためにノン−ブロキングで ある。ｐｉｂ ｏｐｓ層２１２における機能は、パラメータとして（以下に説明 する）オペレーション・データ構造を取る。このオペレーション・データ構造は 、要求しているプロセスが実行することを望むｐｉｂオペレーションを完全に記 述している。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１０は、ｐｉｂ ｏｐｓ層２１ ２における（潜在的ファースト−イン−エ−シーケンス(first-in-a-sequence)) ノン−ブロッキング・オペレーションを呼出すことによって要求を実行すること を開始する。このｐｉｂオペレーションの後、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２ １２は、ｐｉｂオペレーションに対するＰｏｓｉｘ（及びＧｕａｒｄｉａｎ）完 了コード、もしあれば、呼出すべき次のオペレーションの表示、及び発信者がそ の次のオペレーションを呼出す前にブロックすべきかどうかの表示を戻す。 上記したように、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、顕著な要求を取り 消すことを支持する。Ｆｉｆｏ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍにおけるｖｎｏｄｅｓ Ｐｏｓｉｘファイル・システムは、ｆｉｆｏｓに対するディレクトリ・エント リを支持するがｐｉｐｅｓに対しては支持しない。ディスク・ファイルに対する ディレクトリ・エントリのように、ｆｉｆｏｓディレクトリ・エントリは、ｆｉ ｆｏが生成されてからその最後のリンクが除去されるまで続く。 例えば、ファイルに対するアクセス許可を設定するＰｏｓｉｘ ｃｈｍｏｄ （）システム呼出しのような、あるシステム呼出しは、ｆｉｆｏに対するディレ クトリ・エントリに影響を及ぼす。他のシステム呼出しは、ｆｉｆｏが表す資源 に影響を及ぼす。ｆｉｆｏに書き込むためのシステム呼出しは、例えば、ｆｉｆ ｏのメモリー常駐データ・キューにあるデータを加える。ｆｉｆｏのディレクト リ・エントリを包含するファイル・システム（例えば、ＰｏｓｉｘまたはＮＦＳ ファイル・システム）は、ディレクトリー影響オペレーションを実行しなければ ならない。ｆｉｆｏファイル・システムそれ自体は、ｆｉｆｏ資源それ自体に影 響を及ぼすオペレーションを実行しなければならいない。これら二つの型のオペ レーションを支持するために、本発明は、ディレクトリ・エントリ・オペレーシ ョンに対して一つ、ｆｉｆｏでのオペレーションに対して一つの、二つのｖｎｏ ｄｅｓ（以下に説明する）を割り当てる。 図３は、本発明のｆｉｆｏファイル・システムにおけるｖｎｏｄｅｓを概略的 に示す。これらのｖｎｏｄｅｓは、好ましくはブート・アップの間に、ｃｐｕに 割り当てられかつ初期化される拡張セグメントである、Ｐｏｓｉｘエクステンデ ィド・セグメント（Ｐｏｓｉｘ Ｅｘｔｅｎｄｅｄ Ｓｅｇｍｅｎｔ (ＰＸＳ) ）３６において生成される。ＰＸＳ３６は、ｃｐｕのユーザプロセス及びシステ ムプロセスによって共有される（ｖｎｏｄｅｓのような）制御ブロックを含む。 好ましくは、ＰＸＳ３０６は、固定長ヘッダ及びプールを含みかつシステム・デ ータ空間に記憶された絶対ポインタを介して捜出可能である。ＰＸＳプールは、 Ｐｏｓｉｘオープン・ブロック、ｐｉｐｅ制御ブロック、ｐｉｐｅ表（ｐｉｐｅ 制御ブロック（へのポインタ）の表））、及びｖｎｏｄｅｓを記憶するために用 いられる。 図３は、Ｐｏｓｉｘファイル・システム・ディレクトリ（図示省略）に存在す るｆｉｆｏを表すために必要な二つのｖｎｏｄｅｓ３０２、３０４を示す。ｆｉ ｆｏ ｖｎｏｄｅ３０２は、Ｐｏｓｉｘ ｖｎｏｄｅ３０４がディレクトリ−影 響オペレーションを可能にする間にオペレーションがｆｉｆｏ資源に影響を及ぼ すことができるようにする。これらのｖｎｏｄｅｓは、初めてｃｐｕのプロセス がオープンするかまたはｆｉｆｏを用いるＰＸＳ３０６で生成される。同じｃｐ ｕのｆｉｆｏの後続のオープンまたは使用は、これらの同じｖｎｏｄｅｓを参照 する。別のｃｐｕのｆｉｆｏをオープンするためのシステム呼出しは、他のｃｐ ｕのそれに対してローカルなｖｎｏｄｅｓのコピーを生成または参照する。ｃｐ ｕの最後のユーザが（ｃｌｏｓｅ（）システム呼出しを用いて）ｆｉｆｏをクロ ーズ(close)する場合には、ｖｎｏｄｅデータ構造が破壊される。 ＶＦＳは、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６において適当な機能を実行することによ ってｆｉｆｏ資源でオペレーションを実行する。例えば、ｆｉｆｏでＰｏｓｉｘ ｗｒｉｔｅ（）システム呼出しを実行する場合には、ＶＦＳは、ｆｉｆｏ ｏ ｐｓ層２０６のｆｉｆｏ ｏｐｓ ｗｒｉｔｅオペレーションを呼出す。ｆｉｆ ｏ ｏｐｓ ｗｒｉｔｅオペレーションは、発信者がｆｉｆｏに書き込むことを 望んでいるデータを移送するための責務を有する。ｆｉｆｏ ｏｐｓ ｗｒｉｔ ｅ及びｏｐｅｎ、ｃｌｏｓｅ、ｒｅａｄ及びｗｒｉｔｅのような他のｆｉｆｏ ｏｐｓオペレーションは、以下に完全に説明される。 ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏを参照すべきｃｐｕでの第１のプロセスは、ｖｎｏｄ ｅｓ３０２、３０４を生成する。ｃｐｕでの後続のプロセスは、基準計数(refer ence count)を増分することによって既存のｖｎｏｄｅｓ３０２、３０４を用い る。ｃｐｕでの最後のプロセスがｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのｖｎｏｄｅｓを用い て停止する場合には、そのプロセスは、ｖｎｏｄｅｓ３０２、３０４を自由にす る。プロセスにそれ自体のｃｐｕでの特定のｆｉｆｏに対するｆｉｆｏ ｖｎｏ ｄｅ３０２を効率的に見出させるために、ｆｉｆｏのｆｉｆｏ識別子からｆｉｆ ｏのｖｎｏｄｅにハッシュド・マップする(hased mapping)。ハッシング機能は 、特定のｆｉｆｏのｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ３０２が発信者のｃｐｕに存在するこ とを示す。 ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅデータ構造３０２は、ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓの両方 を表しかつ次の情報を含むのが好ましい：ｆｉｆｏのディレクトリ・エントリに 対するｖｎｏｄｅ３０４へのポインタ（この参照は、ｐｉｐｅｓに対してＮＵＬ Ｌである）；ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ３０２がｆｉｆｏまたはｐｉｐｅを表すかを 示しているフラグ；ｆｉｆｏのファイル・システムに対するネーム・サーバのフ ァンドル(phandle)；及びｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ３０２が表すｐｉｐｅまたはｆ ｉｆｏに対するｐｉｐｅ制御ブロック（以下に説明する）を有するパイプ・サー バのファンドル。ファンドルは、一定である必要はないが、プロセスに対して、 独自な、プロセッサ間識別子である。例えば、サービスに対するバックアッププ ロセスが行われるならば、サービスに対するファンドルは、変更しうる。 一つのパラメータで命名されたファイルについての状態情報を得てかつその情 報を別のパラメータによってポイントされる領域に書込む、Ｐｏｓｉｘ ｓｔａ ｔ（）システム呼出しの呼出しを考慮する。このオペレーションは、ｆｉｆｏに 対するディレクトリ・エントリに影響を及ぼす。ｆｉｆｏに対するｖｎｏｄｅｓ ３０２、３０４がローカルｃｐｕに既に存在しかつ、従って、ｓｔａｔ（）シス テム呼出しが新しいものの構築を要求するのではなく既存のｖｎｏｄｅｓ３０２ 、３０４を参照すると想定する。ｓｔａｔオペレーションを実行することにおい て、ＶＦＳは、ｆｉｆｏ ｏｐｓデータ構造３０８を介してｆｉｆｏ ｏｐｓ機 能ｇｅｔａｔｔｒ（）を呼出す。ｆｉｆｏ ｏｐｓデータ構造３０８は、ｆｉｆ ｏ資源に影響を及ぼしているＰｏｓｉｘ機能を対応しているファイル・システム −ディペンデント機能に関連付ける。 状態情報を戻すことに加えて、ｆｉｆｏ ｏｐｓ ｇｅｔａｔｔｒオペレーシ ョンは、ｆｉｆｏに対するディレクトリ・エントリを有するタイムス属性情報を パーマネント（永続）的に記憶しなければならない。この情報を記憶するために 、ｆｉｆｏ ｏｐｓ ｇｅｔａｔｔｒオペレーションは、通常のｖｎｏｄｅイン ターフェイスを用いてＰｏｓｉｘ ｓｅｔａｔｔｒオペレーションを呼出す。Ｐ ｏｓｉｘ ｏｐｓデータ構造３１０は、ｆｉｆｏファイル・エントリに影響を及 ぼしているＰｏｓｉｘ機能を対応しているファイル−システム−ディペンデント 機能に関連付ける。 この設計は、特定のｆｉｆｏファイルを含むファイル・システムのインプリメ ンテーションからｆｉｆｏファイル・システムのインプリメンテーションを分離 する。ｆｉｆｏファイル・システムは、特別のファイルのディレクトリ・エント リでのオペレーションを実行するためにどの種類のファイル・システムが特定の ｆｉｆｏファイルを含むかということを知る必要がない。Ｄａｔａ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｓ アクティブｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓは、制御ブロックまたは“ｐｉｐｅ制御 ブロッグ”によって表される。パイプを生成しかつオープンするためにさもなけ ればオープンしないｆｉｆｏをオープンするかまたはｐｉｐｅ（）を呼出す各プ ロセスは、ｐｉｐｅ制御ブロックの生成をもたらす。各そのようなオープニング プロセスは、ｐｉｐｅのクライアントと呼ばれかつｐｉｐｅ制御ブロック・デー タ構造に対応クライアント・データ構造を有する。他のものの中で、クライアン ト・データ構造は、各クライアントプロセスがｐｉｐｅまたはｆｉｆｏを用いて いる方法を記述する。フォーキングに含まれたオープン・ファイル複製のために 、クライアントプロセスのフォーキングの結果は、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのク ライアントとしてのチャイルド（子）プロセスの追加である。 上述したように、クライアントプロセスは、フォークの結果としてオープン・ ファイルを共有するであろう。本発明によれば、オープン・ファイルを共有して いるクライアントプロセスは、同じｃｐｕに存在する必要がない。しかしながら 、共有されたオープン・ファイルの属性を変更することは、全ての共有プロセス に 影響を及ぼさなければならない。ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓで、変更の対象であ る重要な共有属性は、ｐｉｐｅのＩ／Ｏかノン−ブロッキングであるかどうかを 示しているフラグである。ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓの共有オープンを支持する ために、本発明を実施しているシステムは、オープン制御ブロックで共有するこ とができるオープン・ファイルの属性を記憶する。オープン・ファイルを共有し ている全てのクライアントプロセスは、好ましくはクライアント・データ構造を 介して、同じオープン制御ブロックを参照する。 本発明は、プロセスが独自のオープン識別子で実行する各オープンをラベル付 けする。ｏｐｅｎｓ以外のｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの使用は、使用がオープン以 外であることを示す単一の、リバーズド・オープン識別子を有する。本発明は、 単一のＰｏｓｉｘシステム呼出しを介してｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのノン−オー プン使用を強制するので、単一のプロセスが、所与の時間においてｐｉｐｅまた はｆｉｆｏの一つのノン−オープン使用をせいぜい有しうる規則の施行（強制） は、容易である。結果は、クライアントプロセス識別子及びオープン識別子から なるペアがｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの特定の使用を独自に定義するということで ある。プロセスのためにｐｉｐｅ制御ブロックをアクセスすべき全ての要求は、 そのようなペアを含む。 Ｐｏｓｉｘファイル・システムは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのｖｎｏｄｅｓ３ ０２、３０４を捜し出すためにｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対してｆｉｆｏファイ ル識別子を用いる。これらのｖｎｏｄｅｓ３０２、３０４は、ハッシュ表によっ て捜し出すことが可能である。これは、ｆｉｆｏファイル識別子がＥｘｐａｎｄ （拡張）ネットワーク内で固有でなければならないということを要求する。また 、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、ｐｉｐｅ制御ブロックを捜し出すた めにｆｉｆｏ識別子を用いる。従って、ｆｉｆｏ識別子は、ｐｉｐｅ表にｐｉｐ ｅ制御ブロックのｃｐｕ番号及びブロックのインデックスを含む。 ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するｖｎｏｄｅｓ３０２、３０４は、多くのｃｐ ｕ’ｓで存在しうる。ｐｉｐｅ制御ブロックを含んでいるｃｐｕの故障は、これ らのｖｎｏｄｅｓに影響を及ぼさないであろう。従って、ＶＦＳ機能は、故障し ているｃｐｕがそのブロックを削除する後でも−−ｐｉｐｅ制御ブロックを参照 することを継続しうる。ｃｐｕが再スタートした後に新しいｐｉｐｅ制御ブロッ クが同じｃｐｕで生成されるならば異常（病理学的）条件が結果として生ずる。 この問題を解決するために、本発明は、ｆｉｆｏ識別子がｐｉｐｅ制御ブロック 生成の全ての場合に対して固有であるということを必要とする。本発明は、ｆｉ ｆｏ識別子に固有なシーケンス番号を加えることによってこの必要事項を達成す る。 ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するｐｉｐｅ制御ブロックは、単一ｃｐｕで存在 する。そのｃｐｕのｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、ｐｉｐｅ制御ブロ ックを生成する。そのような生成の後、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓオープン （）機能は、新しいｐｉｐｅ制御ブロックを識別するｆｉｆｏ識別子を生成する 。新しいｆｉｆｏ識別子は、先のｃｐｕ故障の前に生成されたものでさえも、既 存のｆｉｆｏ識別子と異ならなければならない。この必要事項を充たすために、 本発明は、ｐｉｐｅサーバがその汎用データ構造を初期化した後にだけ実行する ようにｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２を制限する。換言すると、ｃｐｕの 故障の後、ｐｉｐｅサーバは、あらゆるｆｉｆｏ識別子が生成される前にそのｃ ｐｕで初期化されなければならない。ｃｐｕデス(deaths)及びリスタート(resta rt)間で生成されたｆｉｆｏ識別子に対する固有なシーケンス番号を生成するた めに、ｐｉｐｅサーバのファンドルは、固有なシーケンス番号の一部になる。プ ロセスのファンドルは、ｃｐｕアップ(ups)及びダウン(downs)間で固有である。 また、ｐｉｐｅサーバのファンドルは、システム番号及びｐｉｐｅ制御ブロック のシステム及びｃｐｕと同じであるｐｉｐｅサーバのｃｐｕを含むのが好ましい 。 要するに、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するｆｉｆｏ識別子は、ｐｉｐｅサー バ・ファンドル、ｐｉｐｅ制御ブロックに対するｐｉｐｅ表インデックス及び最 後のｃｐｕロード以来のｐｉｐｅ制御ブロックに対するシーケンス番号を含む。 シーケンス番号は、３２ビット数であるのが好ましい。 本発明は、ｐｉｐｅセマフォ、割り当てセマフォ及びｐｏｓｉｘオープン・ブ ロック・セマフォを含んでいる、ＰＸＳ３０６に多数のセマフォを保守する。 ｐｉｐｅサーバ及びシステム・ライブラリは、ｐｉｐｅ及びｆｉｆｏデータ構 造へのアクセスを同期すべくｐｉｐｅセマフォを用いる。セマフォは、ｐｉｐｅ 表、ｐｉｐｅ制御ブロック、クライアント及びオペレーション・データ構造、及 びレディー(ready)リストを含んでいる、ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに関連付け られた全てのデータ構造を保護する。結果として、いつでも一つのプロセスだけ が、所与のｃｐｕでｐｉｐｅ制御ブロックをアクセスすることができかつプロセ スは、ブロッキングの前にセマフォを諦めなければならない。 割り当てセマフォは、ＰＸＳセグメントにおけるメモリの割り当て及び割り当 て解除を同期する。割り当てセマフォは、また、ＰＸＳセグメントにおけるデー タ構造の使用を同期する。 プロセスは、Ｐｏｓｉｘオープン・ブロック・データ構造へのアクセスを同期 すべくＰｏｓｉｘオープン・ブロック・セマフォを用いる。 ＰＸＳ３０６プールは、また、ｐｉｐｅオペレーション・データ構造、ｐｉｐ ｅインターリム・データ・バッファ及びｐｉｐｅレディー・リストを含んでいる 、多数のデータ構造も含む。ｐｉｐｅサーバは、サービスに対する要求を読み取 るべくｐｉｐｅオペレーション・データ構造を用いかつｐｉｐｅ制御ブロックに 関連付けられたデータ・バッファがそのときに十分な空間を有していないならば データ・バッファに読み取るべくｐｉｐｅインターリム・データ・バッファを用 いる。ｐｉｐｅレディー・リストは、実行すべきｐｉｐｅサーバに対するブロッ クされていないｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２オペレーションのリストで ある。ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、このリストにエントリを加えか つこのリストからエントリを削除する。 好ましい実施例では、ｐｉｐｅ制御ブロック・データ構造は、次の情報を含む ：システム番号、ｃｐｕ番号、ｐｉｐｅ制御ブロック番号（即ち、ｐｉｐｅ表の インデックス）及びシーケンス番号を含む、ｐｉｐｅ制御ブロックの固有の識別 子、ｆｉｆｏ識別子；ｐｉｐｅ制御ブロックがｆｉｆｏを記述するかどうかを示 しているフラグ；クライアント・カウント、Ｐｏｓｉｘ ｏｐｅｎ（）及びｆｏ ｒｋ（）システム呼出しへの呼出しによりｐｉｐｅ制御ブロックを現在用いてい るクライアントの合計数；クライアント読取りカウント、読取りまたは読取り／ 書込みアクセスに対してｐｉｐｅ制御ブロックを用いている現行クライアントの 合計数；クライアント書込みカウント、書込みまたは読取り／書込みアクセスに 対してｐｉｐｅ制御ブロックを用いている現行クライアントの合計数；クライア ント・リスト、現行クライアントのリスト（このリストにおける各エントリは、 プロセスによるｐｉｐｅ制御ブロックのアクティブ使用を表す。例えば、プロセ スがｏｐｅｎ（）を呼出す場合には、エントリは、クライアント・リストに加え られる。このリストのエントリは、クライアント・データ構造である。）；ｐｉ ｐｅ制御ブロック・バッファ・ポインタ、ＰＸＳ３０６に割り当てられたＦＩＦ Ｏデータ・バッファへのポインタ；ｐｉｐｅ制御ブロック・バッファにおける現 行データのバウンダリー、最初及び最後のインデックス；オープン−ウェイター ・ヘッド、別の型のオープナー、例えば、書込み専用アクセクを有するオープナ ーを待機している読取り専用アクセスを有するオープナー、を待機しているオー プン・オペレーションのリストにおける最初のエントリ；書込み−ウェイター・ ヘッド、ｐｉｐｅ制御ブロック＿バッファへの書込みを待機している書込みオペ レーションのリストにおける第１のエントリ（ｐｉｐｅ ｃｏｎｔｒｏｌ ｂｌ ｏｃｋ＿ｂｕｆｆｅｒがオペレーションのときにフルであったので書込みがブロ ックされる。）；読取り−ウェイター・ヘッド：ｐｉｐｅ ｃｏｎｔｒｏｌ ｂ ｌｏｃｋ＿ｂｕｆｆｅｒからの読取ることを待機している読取りオペレーション のリストにおける第１のエントリ（パイプ制御ブロック・バッファが空なので読 取りがブロックされた。）；ネーム・サーバ・ブロック・ポインタは、（ｐｉｐ ｅｓに用いられない）ネーム・サーバー関連情報をポイントする；ディレクトリ ・エントリ・ファイル識別子、ｆｉｆｏのディレクトリ・エントリに対するファ イル識別子；ｆｉｆｏファイル識別子、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するｆｉｆ ｏファイル・システム・ファイル識別子；ｐｉｐｅ制御ブロックのｐｉｐｅ制御 ブロック番号のこの使用を識別するための固有のシーケンス番号（このシーケン ス番号は、ｆｉｆｏ識別子の複製である。）；（ｐｉｐｅｓによって用いられな い）アクセス時間のローカル・コピー；アクセス時間のネーム・サーバの最後の コピー；（ｐｉｐｅｓによって用いられない）ｆｉｆｏまたはｐｉｐｅの変更時 間のローカル・コピー；ｆｉｆｏまたはｐｉｐｅの変更時間のネーム・サーバの 最後のコピー；ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの生成時間のローカル・コピー； （ｐ ｉｐｅｓによって用いられない）ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの生成時間のネーム・ サーバの最後のコピー；及び次のオープン識別子、クライアント構造に対するオ ープン識別子を割り当てるためのカウンタ。 クライアント構造は、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの単一使用を記述しかつＰＸＳ ３０６に割り当てられる。好ましい実施例では、クライアント・データ構造は、 次の情報を含む：ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏを使用するユーザ・プロセスのファン ドル；クライアントが属するｐｉｐｅ制御ブロックのｐｉｐｅ制御ブロック識別 子；クライアント構造がオープンを表すならば、オープンの属性を含んでいるオ ープン制御ブロックへのポインタ（属性は、オープン識別子、ｆｉｆｏまたはｐ ｉｐｅファイル記述子を共有しているプロセスが共有しうる固有の識別子；オー プン制御フラグ；及びオープンを共有しているクライアントのカウントを含む。 一つのクライアントがオープン・フラグ を変更するならば、オープンを共有し ている全ての他のクライアントは、変更が分かる。）；成功裏に実行された最後 のｆｉｆｏ機能のシーケンス番号；成功裏に取り消された最後のｆｉｆｏ機能の シーケンス番号；及びブロックされた要求をキューするために用いられるオペレ ーション構造。 オペレーション・データ構造は、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの要求の状態を完全 に記述する。ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２における全ての機能は、オペ レーション・データ構造を用いる。パイプ・ライブラリまたはパイプ・サーバそ れ自体は、オペレーション・データ構造を初期化することができる。 好ましい実施例では、オペレーション・データ構造は、次の情報を含む：オペ レーション要求型、このデータ構造によって記述されるオペレーションの型（値 は、ＯＰＥＮ、ＲＥＡＤ、ＷＲＩＴＥ、ＣＬＯＳＥ、等。）；及びオペレーショ ン状態、ＩＮＩＴ、ＢＬＯＣＫＥＤ、ＲＥＡＤＹ、及びＤＯＮＥの一つ。 オペレーション・データ構造に含まれるのが好ましい次の情報は、所与のオペ レーションをクライアントに関連付ける：ファイル識別子、このオペレーション が実行されるｐｉｐｅ制御ブロックを識別するｆｉｆｏ識別子部分；オペレーシ ョンを初期化したプロセスのプロセス識別子；上記情報が与えられたクライアン トを独自に識別するためのオープン識別子；要求シーケンス番号、各呼出しに対 してｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６によって生成されたシーケンス番号。（これは、 取り消しを識別しかつクライアントからの要求を複製するために用いられる。） ；及びオペレーションがシステム・ライブラリからローカル的に実行されるかど うかということを示しているフラグ。 オペレーション・データ構造に含まれるのが好ましい次の情報は、種々のリス トのこのオペレーション構造を連鎖する：このオペレーションが属するリストを 識別している、オペレーション・リスト型（即ち、ブロックされたオープナー、 リーダー、ライターまたはレディー・リスト）；リストのヘッドにおけるオペレ ーション・データ構造へのポインタ；及びこのオペレーションが属するリストに おいて連鎖された次のオペレーション・データ構造へのポインタ。 オペレーション・データ構造に含まれるのが好ましい次の情報は、要求及び応 答情報を記憶する。これらのフィールドは、ライブラリまたはパイプ・サーバに よって充填されうる：パイプ・サーバが初期制御情報を読み取った後に充填する メッセージｉｄ；要求データの長さ；要求データへのポインタ（ライブラリがこ のオペレーションを実行するならば、ライブラリは、ｗｒｉｔｅ（）オペレーシ ョンでユーザのバッファを充填するためにこのフィールドを用いる）；応答制御 の最大長；（ローカル・オペレーションに対してライブラリが充填する）応答制 御バッファへのポインタ；（ローカル・オペレーションに対してライブラリが充 填する）応答データ・バッファへのポインタ及び応答データの最大長）。 ネーム・サーバ・ブロックは、ネット・サーバー特定情報を記憶しかつまたＰ ＸＳ３０６に割り当てられる。上記したように、ｐｉｐｅ制御ブロック・データ 構造は、これらの一つを指し示す（ポイントする）。好ましい実施例では、ネー ム・サーバ・ブロック・データ構造は、次の情報を含む：ｐｉｐｅサーバでペン ディングされている“Ｉ ａｍ ＯＫ”メッセージを有する主要ネーム・サーバ のファンドル；その主要ファンドルが上記提案されたように記憶されるネーム・ サーバ・プロセス（主要及びバックアップ）ペアのよく知られたネーム；ペンデ ィングしている“Ｉ ａｍ ＯＫ”メッセージのメッセージ識別子；ｐｉｐｅサ ーバによりこのブロックに供給されるタグ；この特定ネーム・サーバで登録され た多数のアクティブｆｉｆｏｓのレファレンス（基準）カウント（計数）；及び ネーム・サーバの次のブロックへのポインタ。 図４は、ｆｉｆｏが二つのプロセスによってオープンされた場合のある一定の ｆｉｆｏデータ構造を図示する。各オープンは、Ｐｏｓｉｘオープン・ブロック ４０２、４０４の生成を結果として生ずる。ｆｉｆｏに対する各Ｐｏｓｉｘオー プン・ブロック４０２、４０４は、ｆｉｆｏファイルシステムにおけるｆｉｆｏ に対してｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ４０６を参照する。ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅは、ｆ ｉｆｏ識別子及びディレクトリ・エントリｖｎｏｄｅポインタを含む。ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ４０６におけるｆｉｆｏ識別子は、ｐｉｐｅ制御ブロック４１０を参 照するために用いられる。図は、また、ｐｉｐｅ制御ブロック４１０、クライア ント・データ構造４１６、４２０及びオペレーション・データ構造４１８、４２ ２の間の関係も示す。Ｔｈｅ Ｎａｍｅ Ｓｅｒｖｅｒ 各ｆｉｆｏは、単一Ｐｏｓｉｘファイル・システムに登録される。ｆｉｆｏを 含んでいるファイル・システムに対するネーム・サーバは、以下に説明する複数 のサービスをｆｉｆｏのユーザに供給することができる。 ネーム・サーバは、ファイル・システムのディレクトリ・トリーにおけるｆｉ ｆｏに対するｖｎｏｄｅ情報及びディレクトリ・エントリを保守する。この情報 は、ファイル・システムに対するＰＸＩＮＯＤＥ及びＰＸＬＩＮＫファイルに記 憶される。ＰＸＩＮＯＤＥファイルは、ディレクトリ及びファイルのｉｎｏｄｅ ｓ（アイノード）を記述する。ＰＸＩＮＯＤＥ記録は、Ｐｏｓｉｘ＜ｓｙｓ／ｓ ｔａｔ．ｈ＞ｓｔａｔデータ構造の一部であるＰｏｓｉｘ−定義フィールドを含 む。ＰＸＩＮＯＤＥ記録のフィールド（好ましくは、ｓｔ＿ｍｏｄｅフィールド ）は、ｉｎｏｄｅがｆｉｆｏを記述するということを示す。 プロセスは、Ｐｏｓｉｘ ｍｋｆｉｆｏ（）呼出しを実行することによってフ ァイル・システムにｆｉｆｏを登録する。プロセスがＰｏｓｉｘ ｕｎｌｉｎｋ （）呼出しを用いてｆｉｆｏへの最後のリンクを除去する場合、ファイル・シス テムからのｆｉｆｏの削除が結果である。 ネーム・サーバは、また、ａｃｃｅｓｓ（）、ｃｈｍｏｄ、ｃｈｏｗｎ（）、 ｌｉｎｋ（）、ｍｋｆｉｆｏ（）、ｐａｔｈｃｏｎｆ（）、ｒｅｎａｍｅ（）、 ｕｎｌｉｎｋ（）及びｕｔｉｍｅ（）を含んでいるＰｏｓｉｘディレクトリ・エ ントリ・オペレーションも実行する。ネーム・サーバは、また、ネーム分解及び 許可検査も行う。 ネーム・サーバは、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックを生成しかつプロセスが アンオーブンｆｉｆｏをオープンする場合にｐｉｐｅ制御ブロックのｆｉｆｏ識 別子をリターンすべくｐｉｐｅサーバに要求する。ネーム・サーバは、このｆｉ ｆｏ識別子を含むファイル識別子を構築しかつネットワーク分解を実行している 発信者にファイル識別子をリターンする。 ｐｉｐｅサーバへの要求が顕著である時間中、ネーム・サーバは、同じｆｉｆ ｏを含んでいる他のネーム分解要求をブロックする。ｐｉｐｅサーバがｆｉｆｏ 識別子で応答する場合、ネーム・サーバは、ブロックされた要求をブロック解除 しかつブロックされた要求に対する応答において新しく生成されたファイル識別 子を含む。 ネーム・サーバは、ｆｉｆｏに対するｐｉｐｅ制御ブロックが破壊された場合 にオープンｆｉｆｏに関連付けられたファイル識別子を削除する。これは、ｆｉ ｆｏを用いている最後のプロセスがそれを閉じてかつ‘last close（最後のクロ ーズ）’要求をネーム・サーバに送る場合に生じる。ｐｉｐｅ制御ブロックは、 また、ｐｉｐｅ制御ブロックを含んでいるｃｐｕが故障する場合に破壊され、そ こでネーム・サーバは、ｐｉｐｅ制御ブロックのｃｐｕを監視しなければならな い。 ネーム・サーバは、ｆｉｆｏの時間属性を永続的に記憶する。これらの時間は 、ｆｉｆｏがオープンである間に、ｐｉｐｅ制御ブロックにおいてキャッシュさ れる。ネーム・サーバは、それがｆｉｆｏを閉じるために最後のプロセスから‘ last close’メッセージを受け取る場合に、時間を更新する。 オープンｆｉｆｏでＰｏｓｉｘ ｕｔｉｍｅ（）オペレーションを処理する場 合、ネーム・サーバは、キャッシュされた時間を含むｐｉｐｅ制御ブロックに対 するｐｉｐｅサーバに新しい時間を送る。 ネーム・サーバは、それがパス・ネーム分解を実行する場合に、ｆｉｆｏで全 ての必要な機密検査を実行する。ｆｉｆｏで実行される検査は、ディスク・ファ イルで実行されるものとまったく同じである。Ｔｈｅ Ｓｙｓｔｅｍ Ｌｉｂｒａｒｙ ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層２１ ０及びｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、興味のある（問題の）ｆｉｆｏ に対するｐｉｐｅ制御ブロックがユーザ・プロセスと同じｃｐｕにあるならば、 ユーザ・プロセスのコンテキストにおいて完全に実行される。これは、局所実行 (local execution)である。 ｐｉｐｅ制御ブロックが別のｃｐｕにあるならば、ｐｉｐｅ制御ブロック・イ ンターフェイス層２１０は、ｐｉｐｅ制御ブロックを含むｃｐｕのパイプ・サー バ２１４にオペレーション・データ構造を含んでいる要求を送る。これは、遠隔 実行(remote execution)である。遠隔実行では、パイプ・サーバ２１４は、オペ レーション・データ構造を用いて要求の受け取りによりｐｉｐｅ制御ブロックｏ ｐｓ層２１２を実行する。 ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス機能及びｐｉｐｅ制御ブロックｏｐ ｓ層機能は、入力パラメータとしてオペレーション・データ構造を取る。好まし い実施例では、オペレーション・データ構造は：実行されるべき要求；要求が局 所かまたは遠隔か；ｆｉｆｏ識別子、プロセス識別子及び関連ｐｉｐｅ制御ブロ ック、クライアント・ブロック及びオープンを独自に識別するオープン識別子； ｆｉｆｏ ｏｐｓ機能の全ての呼出しによりＰｏｓｉｘオープン・ブロックのカ ウンタから得られた、要求シーケンス番号（取り消されるべき要求は、そのシー ケンス番号によって識別される。）；及び応答に対する位置を特定する。 ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス２２ ０からのリターン状態を検査しかつそれがネーム・サーバに時間更新メッセージ または‘last close’メッセージを送ることが必要かどうかを決定する。メッセ ージを送る必要があるならば、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、メッセージをアセ ンブルしかつ送る。 ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、ｐｉｐｅ制御ブロックで要求を実行すべく、こ こで“ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）”と呼ばれる、ｐｉｐｅ制御ブロック ・インターフェイス機能を呼出す。局所実行の間中、ユーザ・プロセス内で走行 しているインターフェイス機能ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔは、一つ異常のノ ン−ブロッキングｐｉｂオペレーションを実行すべくｐｉｐｅ制御ブロックｏｐ ｓ層２１２を呼出す。要求がブロックするならば（例えば、ｆｉｆｏ ｒｅａｄ （）要求は、データがｐｉｐｅ制御ブロックに書き込まれるまでブロックする） 、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス２１０は、待機する。遠隔実行の間 中、インターフェイス機能ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔは、パイプ・サーバに 要求を送りかつそれが応答するまでブロックする。 ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔの段階の一般的シーケンス次のようである：Ｐ ｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔは、パイプ・セマフォを介してパイプ・サーバにア クセスを同期する。実行が局所であれば、ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔは、ｐ ｉｂオペレーションを呼出すために、ここで“ＲｅｑｕｅｓｔＭｙＣｐｕ（）” と呼ばれる、別の機能を呼出す。実行が遠隔であれば、ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕ ｅｓｔは、パイプ・サーバにオペレーション・データ構造を用いている要求を送 るべくここで“ＲｅｑｕｅｓｔＯｔｈｅｒＣｐｕ（）”と呼ばれる機能を呼出す 。ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔは、次いで、完了すべく、局所または遠隔の、 要求を待機する。 要求がブロックされている間に信号が入力されるならば、ＰｅｒｆｏｒｍＲｅ ｑｕｅｓｔは、要求を取り消す。 成功裏の完了により、Ｐｅｒｆｏｒｍは、ユーザに応答をリターンする。 要求がブロックする場合には、ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２は、呼出 すべくブロックされた状態及び次のオペレーションをリターンする。Ｒｅｑｕｅ ｓｔＭｙＣＰＵは、次いで、ＬＰＩＰＥまたはＬＳＩＧ信号事象を待機する。Ｌ ＰＩＰＥ事象は、パイプ・サーバまたはｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層機能を実 行している別のユーザ・プロセスから生成される。例えば、ｐｉｐｅ制御ブロッ ク読取りオペレーションがブロックする場合、ＲｅｑｕｅｓｔＭｙＣｐｕ（）は 、待機する。後で、パイプ・サーバにおいて走行しているｐｉｐｅ制御ブロック 書込みオペレーションまたはユーザ・プロセスは、ブロックされた読取りを継続 すべくＬＰＩＰＥ事象を生成する。事象を受け取った後、ＲｅｑｕｅｓｔＭｙＣ ｐ ｕ（）は、要求における次のｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーションを呼出す。 ＬＳＩＧ事象は、信号の受け取りにより生成されかつブロックされた要求は、取 り消される。 ＲｅｑｕｅｓｔＯｔｈｅｒＣｐｕ（）は、要求を取り消すべくパイプ・サーバ からの応答またはＬＳＩＧ事象のいずれかを待つ。 ペンディング要求を取り消すために、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイ ス層２１０は、オペレーション制御情報及び取り消されるべき要求のシーケンス 番号を含む取り消しオペレーション・データ構造を設定する。ＲｅｑｕｅｓｔＭ ｙＣｐｕ（）は、ｐｉｐｅ制御ブロック取り消しオペレーションを呼出しかつＲ ｅｑｕｅｓｔＯｔｈｅｒＣｐｕ（）は、パイプ・サーバにメッセージを送る。Ｔｈｅ Ｐｉｐｅ Ｓｅｒｖｅｒ パイプ・サーバは、ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに対する遠隔オペレーションを 支持するシステム・プロセスである。パイプ・サーバ２１４は、ｐｉｐｅ制御ブ ロック・インターフェイス要求を支持しているメッセージ・インターフェイスを 、異なるｃｐｕｓにおいて走行しているユーザ・プロセスに供給する。 その主ループにおいて、パイプ・サーバ２１４は、次のように進行するのが好 ましい：パイプ・サーバ２１４は、ｐｉｂオペレーションに対する次の要求を得 るために通信インターフェイスを読取る。パイプ・サーバ２１４は、次いで、パ イプ・セマフォを用いてシステム・ライブラリに同期する。サーバ２１４は、次 いで、要求されたｐｉｂオペレーションを実行する。ｐｉｂオペレーションは、 ｆｉｆｏ識別子、プロセス識別子及びオープン識別子を用いてクライアント・プ ロセスを識別することを含む。ｐｉｂオペレーションは、また、ｐｉｐｅ制御ブ ロック及びｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのバッファも更新しかつ割り当てる。ｐｉｂ オペレーションは、次いで、ＬＰＩＰＥ事象を用いて、ブロックされた状態にあ るローカル・ユーザ・プロセスを目覚めさせ（起動し）、後のプロセッシングに 対するレディー・リストにブロックされていない遠隔オペレーティングを移動し かつパイプ・サーバに対するＬＰＩＰＥ事象を生成する。ｐｉｂオペレーション は、要求がブロックされるべきであるならば、待ちリストの一つにオペレーショ ンをキューし、オペレーションがブロックされなくなった場合に実行されるべき オペレーション・データ構造において実行されるべき次のｐｉｂオペレーション を設定し、次の要求に対する通信リンクを傍聴すべくループの最上部にリターン する。ｐｉｂオペレーションは、要求が成功裏に完了するならば要求しているユ ーザ・プロセスに応答メッセージを送る。 パイプ・サーバ２１４について、ｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイス層 ２１０は、ｐｉｂオペレーションに対して二つのサービスを供給するのが好まし い：ｒｅａｄ（）サービス及びｄｏ（）サービス。ｒｅａｄ（）サービスは、通 信リンクに入力する要求を読取るかまたはレディー・リストに連鎖されたオペレ ーションをデキューする(dequeues)。ｄｏ（）サービスは、オペレーション・デ ータ構造を用いて、基礎を成しているｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２を呼 出す。 ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ層２１２がブロックされる場合には、層２１２は 、ｄｏ（）機能にブロックされた状態をリターンする。次いでパイプ・サーバ２ １４は、ＬＰＩＰＥ事象を待つかまたは、好ましくはレティー・リストから、別 のオペレーションを実行しなければならない。上述したように、ｐｉｐｅ制御ブ ロックｏｐｓ層２１２は、別のユーザ・プロセスのコンテキストにおいて走行す ることにより、層２１２がオペレーションをブロック解除しかつブロック解除さ れたオペレーションをレディー・リストに連鎖させる場合に、ＬＰＩＰＥ事象を 生成する。パイプ・サーバ２１４は、次いで、レディー・リストにオペレーショ ンをデキューする。 パイプ・サーバ２１４は、レディー・リストに連鎖されるオペレーションをデ スキューするだけである。パイプ・サーバ２１４は、ブロック解除になることに よって実行されるべき次のオペレーションを呼出す。 パイプ・サーバ２１４が扱う要求の一つは、サービスを取り消すべき要求であ る。取り消し要求は、取り消されるべき対応している要求の前にサービスに到達 する。このアウト−オブ−シーケンス到達を検出するために、システム・パイプ ・ライブラリは、パイプ・サーバ２１４に送られた全ての要求にシーケンス番号 を含む。取り消し要求は、取り消されるべき要求のシーケンス番号を含む。全て のクライアント・データ構造は、最後に取り消された要求のシーケンス番号と共 に処理された最後の要求のシーケンス番号を追跡する。 パイプ・サーバ２１４は、ｃｐｕｓのいずれかがダウンするときを決定すべく 一部分、各ｐｉｐｅ制御ブロックの全ての遠隔クライアントのｃｐｕｓを監視す る。サーバ２１４は、二つの段階でｃｐｕダウン・メッセージを処理する。第１ の段階では、デッドｃｐｕのユーザ・プロセスを表している全てのクライアント ・データ構造は、それらがブロックされていないかまたは部分的に完了されたオ ペレーションでないならば、即ち、顕著な応答が存在しないならば、それらのｐ ｉｐｅ制御ブロックから削除される。ブロックされたかまたは部分的に完了され たユーザ要求は、それらの顕著な要求に応答する次のオペレーションを実行すべ く設定される。遠隔ユーザ・プロセスからのブロックされたオペレーションは、 レディー・リストにキューされかつローカル・ユーザ・プロセスは、ＬＰＩＰＥ 事象によって目覚めさせられる。 第２の段階では、次のｐｉｐｅ制御ブロック機能は、レディー・リストに加え られかつまたＬＰＩＰＥ事象の結果として目覚めるシステム・パイプ・ライブラ リによって実行されたオペレーションに対してパイプ・サーバ２１４の主要ルー プから実行される。このオペレーションは、顕著な要求に応答しかつそれ以上ク ライアントが残っていないならば関連クライアント・データ構造及びｐｉｐｅ制 御ブロック構造の割り当てを解除する。 ｆｉｆｏをサービスしている全てのネーム・サーバは、ｆｉｆｏをサーブして いるパイプ・サーバで顕著な“Ｉ ａｍ ＯＫ”メッセージを有する。ネーム・ サーバが（ｃｐｕデスまたはそれ自体のプロセス・デスにより）いかなる理由に 対して死ぬならば、基礎を成しているオペレーティング・システムのメッセージ ・システムは、このメッセージを取り消す。この取り消しメッセージは、ネーム ・サーバ・プロセス・ペアの少なくとも一つのメンバーがデッドであるパイプ・ サーバに対する表示としてサーブする。 この取り消しメッセージを受け取ることによりパイプ・サーバは、以下に説明 するアクションを取る。パイプ・サーバは、ネーム・サーバ・プロセス・ペアが まだアクティブであるかどうかを決定すべくファドルによってＤＣＴルックアッ プを実行する。ネーム・サーバ・ファドルがバックアップ・テークオーバーによ り変更されたならば、ネーム・サーバ・ブロックは、変更を反映すべく更新され る。パイプ・サーバが主要ネーム・サーバから別の“Ｉ ａｍ ＯＫ”メッセー ジを得るまで、それは、タイマを用いてＤＣＴをポーリングする。全てのタイマ ・ポップおいて、パイプ・サーバは、ネーム・サーバ状態においてなんらかの変 更が存在するかどうかをチェックすべくＤＣＴルックアップを実行する。 ＤＣＴルックアップが失敗したならば、これは、主要及びバックアップ・ネー ム・サーバの両方がデッドであるということを提案する。全てのｆｉｆｏオペレ ーションは、このネーム・サーバ・プロセス・ペアで登録されたｆｉｆｏに対し て終了される。これらのオペレーションの終了は、２段階クライアント・デス(t wo-step client death)・プロセッシングにおいて記述されたものと同じ方法で 扱われる。 ある一定の情況では、ｃｐｕ−ダウン・プロセッシングの後、パイプ・サーバ 及びネーム・サーバは、ｆｉｆｏ識別子に関して同期から出る(get out of sync )ことができる。このｐｉｐｅ制御ブロックに関連付けられた全てのクライアン トがデッドｃｐｕにあったので、ｐｉｐｅ制御ブロックは、削除されるという情 況を考慮する。この場合には、なんのメッセージもｆｉｆｏ識別子マッピングを 削除すべくネーム・サーバに送られない。この情況を修正するために、リトライ 機構は、ｏｐｅｎ（）のときに用いられる：ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｅｎ（） は、ｐｉｐｅ制御ブロックがもはや存在しないということを検出しかつｆｉｆｏ ｏｐｅｎ（）にそのような表示をリターンする。ｆｉｆｏ ｏｐｅｎ（）は、 ｆｉｆｏとｆｉｆｏ識別子の間でマッピングを削除すべく求めているネーム・サ ーバにメッセージを送る。ｆｉｆｏ ｏｐｅｎ（）は、ルックアップから開始し て、ｏｐｅｎ（）をリトライすべき表示をリターンする。Ｔｉｍｅｓ Ｕｐｄａｔｅｓ ｆｏｒ Ｐｉｐｅｓ ａｎｄ Ｆｉｆｏｓ ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓの両方は、３回関連属性(three time related attr ibutes)、ａｔｉｍｅ，ｃｔｉｍｅ及びｍｔｉｍｅを有する。ａｔｉｍｅは、最 後にｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するデータがアクセスされたことを反映する。 ｃｔｉｍｅは、最後にｐｉｐｅまたはｆｉｆｏが変更されたことを反映する。ｍ ｔｉｍｅは、最後にデータがｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに書き込まれたことを反映 する。 ｐｉｐｅ（）システム・コールは、新しいｐｉｐｅのｐｉｐｅ制御ブロックに おいてこれらのタイムス(times)に対する初期値を含む。後で、ｐｉｐｅの他の Ｐｏｓｉｘシステム・コールは、タイムスを変更する。ｐｉｐｅオープンを有す る最後のプロセスがＰｏｓｉｘ ｃｌｏｓｅ（）システム・コールを実行する場 合、ｐｉｐｅ制御ブロックは、除去されかつタイムスは、失われる。システムは 、ｐｉｐｅに対するタイムスを永続的に記憶しない。 Ｐｏｓｉｘ ｍｋｆｉｆｏ（）システム・コールは、Ｐｏｓｉｘファイル・シ ステムに新しいｆｉｆｏを加える。ファイル・システムに対するネーム・サーバ は、そのデータベースにｆｉｆｏを登録する。ネーム・サーバがｆｉｆｏを登録 する場合、それは、ｆｉｆｏのタイムス属性に対する初期値を含む。ｆｉｆｏの タイムスは、ｆｉｆｏへの最後のリンクが除去されるまでネーム・サーバのデー タベースに残る。データベースがディスク・ファイルに保持されるので、システ ムが停止しかつ開始する場合にデータベースにおけるタイムスは、持続する。 性能最適化として、ｆｉｆｏに対するタイムスは、ｆｉｆｏがオープンである 間にそのｐｉｐｅ制御ブロックにキャッシュされる。このキャッシングは、タイ ムに影響を及ぼす各機能に対してそのデータベースにおけるタイムスを更新する ことをネーム・サーバに要求する必要を回避する。ｆｉｆｏファイル・システム は、次の情況におけるｆｉｆｏのタイムスのネーム・サーバの永続コピーを更新 する：ｆｉｆｏでのｐｏｓｉｘ ｓｔａｔ（）及びｆｓｔａｔ（）オペレーショ ンの間中、Ｐｏｓｉｘ標準によって要求されたように；ｆｉｆｏの最後のオープ ナーによるＰｏｓｉｘ ｃｌｏｓｅ（）の間中、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロッ ク及びｐｉｐｅ制御ブロック内のキャッシュされたタイムスが破壊されるので； キャッシュされたタイムスを５分以上遅れるようにさせるオペレーションの間中 （これは、ｐｉｐｅ制御ブロックのｃｐｕが故障した場合にｐｉｐｅ制御ブロッ クにおいてキャッシュされたものとどうにか同期するネーム・サーバによって維 持されたタイムスを維持することを試みる）；かつオープンしていないｆｉｆｏ がオープンされた後、キャッシュされたタイムスを送らせる第１のオペレーショ ンの間中（これは、５分が経過する前にｐｉｐｅ制御ブロックのｃｐｕが失敗す る場合に、ネーム・サーバに維持されたタイムスにｆｉｆｏが用いられたことを 反映させることを試みる。）。 表Ｉは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対する時間を変更する各システム・コール についての情報を示す。それは、それらの時間を変更することなくｐｉｐｅｓ及 びｆｉｆｏｓに動作する機能もリストする。表の‘ａｒｇｕｍｅｎｔ’カラムは 、その経路を供給することによってｆｉｆｏを識別しかつファイル記述子（ｆｄ ）を供給することによってｐｉｐｅまたはｆｉｆｏを識別するコールを示す。表 の時間カラムでは、‘ｐ’は、ｐｉｐｅ制御ブロックの時間のキャッシュされた コピーを更新する機能を示す。‘ｕ’は、ｐｉｐｅ制御ブロックまたはディスク のいずれかにおける時間を更新する機能を示す。‘ｗ’は、ｆｉｆｏに対して時 間のネーム・サーバ永続コピーを更新する機能を示す。 一般に、Ｐｏｓｉｘは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの時間属性は、成功裏のファ イル・システム・オペレーションの後でのみ更新されるということを要求する。 分散型システムではこの規則は、従うことができない。特に、パイプ・サーバが 読取りのようなオペレーションを完了し、かつｆｉｆｏの時間を更新したならば 、オペレーションの結果がクライアント・プロセスに到達するという保証はない 。結果がクライアントに到達しないならばい、Ｐｉｐｅ Ｓｅｒｖｅｒがｐｉｐ ｅ制御ブロックに記憶された時間属性を更新するけれども、オペレーションは、 本当に失敗する。 それらが５分以上遅れるときにはいつでもｆｉｆｏの時間属性のネーム・サー バのコピーを更新することをインプリメントするために、ネーム・サーバに送ら れた時間の最後の値は，ｐｉｐｅ制御ブロックに記憶される。 ｆｉｆｏの時間属性を変更しかつ時間に対するネーム・サーバの値を５分以上 送らせるｐｉｂオペレーションは、ネーム・サーバの時間を更新すべく新しい時 間及び表示をリターンする。ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、新しい時間を有する ネーム・サーバにメッセージを送る。ＣＰＵ デェス故障 ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓのインプリメントは、ネーム・サーバ、パイプ・サ ーバ及びシステム・ライブラリ・コードの統合を要求する。ｃｐｕが故障した場 合のこれらのコンポーネントのアクティビティは、以下に説明する。アクティビ ティの設計の基本は、上記したように、ｐｉｐｅ制御ブロックの例が固有のｆｉ ｆｏ識別子によって認識されるという事実である。 ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックを含んでいるパイプ・サーバが死ぬ場合、ネ ーム・サーバは、その表からｐｉｐｅ制御ブロックを識別するために用いたｆｉ ｆｏ識別子を削除する。ネーム・サーバは、第１のｏｐｅｎ（）としてｆｉｆｏ の次のＰｏｓｉｘ ｏｐｅｎ（）を処理する。 パイプ・サーバ及びネーム・サーバは、常に同じシステムにあるということに 注目する。 ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのクライアントを含んでいるｃｐｕが死ぬ場合または パイプ・サーバがｃｐｕとのネットワーク通信を緩める場合、パイプ・サーバは 、ｐｉｐｅ制御ブロックのクライアントのオープンに関連付けられたあらゆる資 源を自由にし、クライアントがｐｉｐｅ制御ブロックの最後のリーダであったな らばブロックされた書込みオペレーションを継続しかつ他のクライアントがｐｉ ｐｅまたはｆｉｆｏオープンを有していないならばｐｉｐｅ制御ブロックを自由 にする。ブロックされたオペレーションが継続される場合、ｗｒｉｔｅ（）を実 行しているクライアントは、ＰＯＳＩＸ ＥＰＩＰＥエラー及びＰＯＳＩＸ Ｓ ＩＧＰＩＰＥ信号を受け取る。 パイプ・サーバは、システム・メッセージを用いてネーム・サーバのｃｐｕを 監視せず、それは、ネーム・サーバの死（デェス）を認識すべく前に記述したア ルゴリズムを用いる。 プライマリまたはバックアップ・ネーム・サーバの一つが死ぬならば、パイプ ・サーバは、事実を思い出しかつ普通に全ての要求をプロセスすることを継続す る。プライマリ及びバックアップ・ネーム・サーバ・プロセスの両方が失敗した 場合、パイプ・サーバは、ＥＰＩＰＥＧＯＮＥをリターンする全てのペンディン グ・オペレーションを完了しかつ全てのデッド・ネーム・サーバで登録されたｆ ｉｆｏに関連付けられた資源を自由にする。これは、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブ ロック及び全てのアクティブ・クライアント・データ構造を含む。 手短に言えば、そのｃｐｕが故障する場合、そのネーム・サーバが故障する場 合及びそのパイプ・サーバがそのクライアントの全てとのネットワーク通信を緩 める場合に、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するｐｉｐｅ制御ブロックは、除去さ れる。これらの情況のいずれかにおいて、Ｐｏｓｉｘライブラリ・コードは、ｐ ｉｐｅまたはｆｉｆｏに対するファイル記述子のフューチャ（未来）またはアウ トスタンディング（顕著な）オペレーションを有する次の挙動（ビヘ―ビィア） をもたらす：Ｗｒｉｔｅｓは、ＳＩＧＰＩＰＥ信号及びＥＰＩＰＥエラーを得る し、かつ全てのオペレーションは、ＥＰＩＰＥＧＯＮＥ信号を得る。 ネットワーク通信がパイプ・サーバとクライアントの間で失われた場合、パイ プ・サーバは、ｐｉｐｅ制御ブロックからクライアントを削除する。パイプ・サ ーバが到達不能である間、システム・ライブラリは、エラーＥＮＥＴ＿ＤＯＷＮ をリターンする。パイプ・サーバが再び到達可能になった場合、それは、エラー ＥＯＰＥＮ＿ＬＯＳＴを有する応答をリターンする。Ｔｈｅ ＶＦＳ ｌａｙｅｒ 入力としてパスネームを与えた場合、ｌｏｏｋｕｐ（）機能は、あらゆる必要 な許可チェックを実行しかつオープンされるファイルに対するｖｎｏｄｅを見出 すかまたは構築すべく十分な情報をリターンする。ファイルが発信者のｃｐｕの プロセスにより既にオープンであるならば、ファイルに対するｖｎｏｄｅは、フ ァイルに対して既に存在する。ｌｏｏｋｕｐ（）機能は、便利な呼出し可能イン ターフェイスをネーム・サーバに供給する。それは、パス分解及び機密チェック を実行するネーム・サーバである。ｆｉｆｏの場合には、ｌｏｏｋｕｐ（）は、 次の情報をリターンするのが好ましい：ｆｉｆｏを含むｆｉｆｏファイル・シス テムのファイル・システム識別子；ｆｉｆｏのｆｉｆｏファイル識別子（発信者 が未オープン・ファイルのｌｏｏｋｕｐ（）を呼出す場合、ネーム・サーバは、 ｆｉｆｏに対するｆｉｆｏ識別子及びｐｉｐｅ制御ブロックを生成することをパ イプ・サーバに要求する。ネーム・サーバは、ファイル識別子においてｆｉｆｏ 識別子を含む。）；ｆｉｆｏを含んでいるＰｏｓｉｘファイル・システムのファ イル・システム識別子；及びｆｉｆｏのディレクトリ・エントリに対するＰｏｓ ｉｘファイル識別子。 好ましい実施例では、全てのｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅｓは、ハッシュ・チェイン に記憶されかつｆｉｆｏファイル・システム識別子及びｆｉｆｏファイル識別子 を含んでいるキーを用いて効率的に捜し出すことができる。それゆえに、ｌｏｏ ｋｕｐ（）を呼出した後、ファイル・システムは、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅが既に 存在するかを効率的に決定することができる。 ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅがそのｐｉｐｅ制御ブロックが削除された後で存在し続 けるということに注目することは、重要である。例えば、別のｃｐｕのクライア ントがｆｉｆｏオープンを有する間にｐｉｐｅ制御ブロックのｃｐｕは、故障し うる。これは、二つの情況に導くことができる：一つは、ネーム・サーバは、ｐ ｉｐｅ制御ブロックが去ってしまったということを知りかつそのｆｉｆｏ識別子 を削除する。この場合にｌｏｏｋｕｐ（）が呼出されたとき、ネーム・サーバは 、ｆｉｆｏがオープンでないと考える。それは、ｆｉｆｏに対する固有のｆｉｆ ｏ識別子及びｐｉｐｅ制御ブロックを生成することをパイプ・サーバに要求する 。ネーム・サーバは、ＶＦＳ層に新しいｆｉｆｏファイル識別子をリターンする ｌｏｏｋｕｐ（）に新しい、固有のｆｉｆｏ識別子をリターンする。ｆｉｆｏフ ァイル識別子が新しいので、ＶＦＳ層は、ハッシュ・チェインで新しいファイル 識別子を有するｖｎｏｄｅを見出さない。ｖｎｏｄｅを捜し出すことに失敗した ことにより、ＶＦＳ層は、それを割り当てる。ｆｉｆｏのオリジナル・ｖｎｏｄ ｅを用いているクライアントは、それらがそれを用いることを試みかつそれが参 照するｐｉｐｅ制御ブロックが去ってしまった場合、それをクリーン・アップす る。 第２の場合は、ネーム・サーバがｐｉｐｅ制御ブロックが去ったことを知らず かつそのｆｉｆｏ識別子を覚えているときである。この場合にｌｏｏｋｕｐ（） が呼出されたとき、ネーム・サーバは、去ってしまったｐｉｐｅ制御ブロックに 対するファイル識別子をリターンする。ＶＦＳ層は、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅを見 出すかまたは割り当てる。後で、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層がｆｉｆｏをオープンする ことを試みる場合、それは、エラーを得る。他のプロセスがそれを用いておらず かつその表からｆｉｆｏのファイル識別子を削除することをネーム・サーバに知 らせるならば、そのときにｆｉｆｏ ｏｐｓ層は、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅを削除 する。次に、ＶＦＳ層は、ｌｏｏｋｕｐ（）を再び試みる。 ｐｏｓｉｘ ｌｏｏｋｕｐ（）機能は、ｆｉｆｏのディレクトリ情報に対する ｐｏｓｉｘ ｖｎｏｄｅ３０４を構築すべく十分な情報をリターンするというこ とに注目する。ｆｉｆｏに関連付けられたｐｏｓｉｘ ｖｎｏｄｅ３０４は、ｆ ｉｆｏのディレクトリ・エントリのオペレーションのために用いられる。 上記したように、未オープン・ファイルのオープンの間にｌｏｏｋｕｐ（）が 呼び出される場合、パイプ・サーバは、ｆｉｆｏに対するｐｉｐｅ制御ブロック を生成する。更に、パイプ・サーバは、ｌｏｏｋｕｐ（）の発信者がｆｉｆｏを 用いているということを示すためにクライアント・ブロック・クライアントを生 成する。ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、ｐｉｐｅ制御ブロックの第２の識別オペ レーションとしてｏｐｅｎ（）を完了する。ｏｐｅｎ（）を実行するために用い られるオペレーション・データ構造は、ｆｉｆｏのファイル識別子から抽出され た、固有のｆｉｆｏ識別子を含むのが好ましい；基礎を成しているオペレーティ ング・システムのオープナーのプロセス識別子；及び資源がオープンでないとい うことを示している予約されたオープン識別子（ＮＯＴ＿ＯＰＥＮ）。 シングル・プロセスは、二度以上ｆｉｆｏをオープンすることができるけれど も、それは、一度に一つのＰｏｓｉｘ ｏｐｅｎ（）コールだけを実行すること ができる。ｏｐｅｎ（）が失敗したならば、クライアント・データ構造は、自由 にされる。ｏｐｅｎ（）が成功するならば、クライアントは、ＮＯＴ＿ＯＰＥＮ 以外のオープン識別子に関連付けられる。新しいオープン識別子は、ｆｉｆｏの 他のオープナーによって用いられない。これは、シングル・クライアント・プロ セスがそのオープン識別子が特別な値ＮＯＴ＿ＯＰＥＮに等しい二つ以上のクラ イアントを有さないということを保証する。換言すると、トリプレット（ｆｉｆ ｏ識別子、クライアント・プロセス識別子、オープン識別子）は、常にクライア ントを独自に識別する。Ｔｈｅ Ｆｉｆｏ Ｆｓ Ｌａｙｅｒ ｆｉｆｏ ｆｓ層２０８では、関数ａｌｌｏｃａｔｅ＿ｖｎｏｄｅ（）は、ｆ ｉｆｏ ｖｎｏｄｅを割り当てる。それは、また、ｆｉｆｏのディレクトリ・エ ントリに関連付けられた‘ｓｈａｄｏｗ’ Ｐｏｓｉｘ ｖｎｏｄｅを割り当て る。特定のファイル・システム内の第１のｖｎｏｄｅを割り当てるならば、それ は、また、ｖｎｏｄｅ＿ｖｆｓ構造も割り当てる。関数は、割り当てセマフォの 保護の下で実行されるべきである。 （以下のコード例では、‘ｆｓｉｄ’、‘ｆｉｄ’、‘ｄｉｒＥｎｔｒｙＶｐ ’、‘ｐｉｂ’、‘ｐｏｂ’は、それぞれファイル・システム識別子、ファイル 識別子、ディレクトリ・エントリｖｎｏｄｅポインタ、ｐｉｐｅ制御ブロック、 Ｐｏｓｉｘオープン・ブロックの短縮形である。） 上記したように、ネーム・サーバは、ｌｏｏｋｕｐ（）プロセッシングの間に 未オープンｆｉｆｏに対するクライアント・ブロック及びｐｉｐｅ制御ブロック 及びを生成することをパイプ・サーバに要求する。エラーがｆｉｆｏ ｏｐｅｎ （）を有する成功裏のｌｏｏｋｕｐ（）に続くことからＰｏｓｉｘライブラリ・ コードを妨害する場合には、ｆｉｆｏ ｆｓ ｃｌｉｅｎｔ＿ｏｐｅｎ関数は、 既に割り当てられたｐｉｐｅ制御ブロック資源を自由にする。 ｆｉｆｏ ｆｓ関数ｐｏｂ＿ｌｅｎは、Ｐｏｓｉｘオープン・ブロックにｆｉ ｆｏファイル・システム−ディペンデント拡張の長さをリターンする。この関数 は、割り当てセマフォの保護の下で実行される。 ｆｉｆｏ ｆｓ関数ｆｒｅｅ＿ｖｎｏｄｅは、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅを自由に する。この関数は、ｖｎｏｄｅが使用中でないときにだけ呼び出される。 ｆｉｆｏ ｆｓ関数ｅｍＴｏｂＩｎｆｏ及びｅｍＴｎｏｄｅＩｎｆｏは、それ ぞれＰｏｓｉｘオープン・ブロック内に含まれたｔｏｂ構造に記憶された情報及 びｖｎｏｄｅ内に含まれたｔｎｏｄｅ構造内に含まれた全ての情報をリターンす る。これら二つの関数は、ｃｐｕへのプロセスの移行が起動されるｃｐｕで実行 される。 ｆｉｆｏ ｆｓ ｅｍＶｎｏｄｅＡｌｌｏｃ関数は、移行プロセスによってパ スされたｖｎｏｄｅ及びｔｎｏｄｅ ｉｎｆｏを取りかつｖｎｏｄｅを構築し、 ｖｎｏｄｅ＿ｖｆｓ構造を捜し出すかまたは構築しかつｖｎｏｄｅにｖｎｏｄｅ ｏｐｓ構造を装着する。この全ては、ｖｎｏｄｅセマフォの保護の下で行われ る。関数は、割り当てられたｖｎｏｄｅへポインタをリターンする。 そして、ｆｉｆｏ ｆｓ ｅｍＳｈａｒａｂｌｅＰｏｂ関数は、移行ｃｐｕか ら受け取ったｔｏｂ及びｔｎｏｄｅ情報及び共有可能であるためにチェックされ るｐｏｂへのポインタを取る。共有されるべきｐｏｂが見出されたならば、関数 は、ｐｏｂが共有可能であるかどうかの表示をリターンする。 図５及び図６は、それぞれｆｉｆｏ及びｐｉｐｅの要求に対する状態遷移図で ある。ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、オペレーション・データ構造を設定しかつ パラメータとして割込み可能性フラグ及びオペレーション・データ構造で要求を 実行するｐｉｐｅ制御ブロック・インターフェイスＰｅｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ 関数を呼出す。ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、実行される関数に基づきオペレー ション・データ構造におけるオペレーション型を設定しかつＩＮＩＴにオペレー ション状態データ構造を設定する。例えば、ｆｉｆｏ ｒｅａｄ（）に対して、 オペレーションの型及び状態は、それぞれＲＥＡＤ及びＩＮＩＴである。それら の間で、オペレーション・データ構造の型及び状態構成要素は、実行のためのｐ ｉｐｅ制御ブロック・オペレーションを定義する。 ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ関数は、要求されたｐｉｐｅ制御ブロック・オ ペレーションの実行がローカル（局所）かまたはリモート（遠隔）かを決定する 。所与の時間においてかつ所与のクライアントに対して、要求されたオペレーシ ョンの型及びオペレーション・データ構造の状態構成要素は、要求されたオペレ ーションを実行している関数の状態を反映する。この関数は、実行が遠隔である ならば遠隔ｃｐｕの関連パイプ・サーバにオペレーション構造を含んでいるメッ セージを送る。 局所実行では、ｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーションからのリターン状態は 、ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔが次のｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーション を駆動することが必要かどうかを反映する。ｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーシ ョンが完了することができないならば、ソフトウェアは、ブロックされたものに オペレーション・データ構造の状態を変更しかつブロックされた状態の表示をリ ターンする。この場合には、パイプ・サーバは、他の要求をサービスする。ブロ ックされた関数は、次のｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーションを再開する前に ＬＰＩＰＥまたはＬＳＩＧ事象を待つ。 ＬＰＩＰＥ事象は、パイプ・サーバによってまたは局所的にｐｉｐｅ制御ブロ ック・オペレーションを実行している別のプロセスのコンテキストから生成する ことができる。パイプ・サーバに対してＬＰＩＰＥ事象を生成する前に、全ての ブロックされたオペレーションは、レディー状態（実行可能状態(ready state) ）に設定されかつレディー・リストに連鎖される。局所ｐｉｂオペレーションに 対するＬＰＩＰＥ事象を生成する前に、ソフトウェアは、オペレーション・デー タ構造の状態をＲＥＡＤＹに変更する。 オペレーションがブロックされたまたはレディー状態である間に局所実行がＬ ＳＩＧ事象によって割り込まれたならば、ＲｅｑｕｅｓｔＭｙＣｐｕは、取り消 しオペレーションを実行するために新しいオペレーション・データ構造を設定す る。局所実行では、取り消しは、即に実行される。遠隔実行では、ＬＳＩＧ事象 は、待機を充たしかつ取り消しオペレーション・データ構造を有するメッセージ は、パイプ・サーバに送られる。取り消しオペレーションは、ＢＬＯＣＫＥＤま たはＲＥＡＤＹ状態におけるペンディング・オペレーションを取り消しかつ次い でｆｉｆｏ ｏｐｓ関数を完了するＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔに取り消され た状態を戻す。 ｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーションがＢＬＯＣＫＥＤまたはＲＥＡＤＹ状 態にある間にネーム・サーバ・ペアが死ぬならば、次のオペレーションは、ｃｐ ｕ−ダウン・クリーンアップ・オペレーションを行うために設定されかつオペレ ーション状態は、ＲＥＡＤＹに設定される。ｃｐｕ−ダウン・クリーンアップ関 数が実行される場合、それは、必要なリターン情報でペンディングＰｅｒｆｏｍ Ｒｅｑｕｅｓｔ関数を完了する。ｐｉｐｅを表しているｐｉｐｅ制御ブロックは 、ｐｉｐｅｓがいかなるネーム・サーバにも登録されていないときにはこのファ ッションで決して遷移しない。 ｐｉｂ ｏｐｓ層２１２によって好ましくは支持された種々のｆｉｆｏオペレ ーションを以下に説明する： パイプ・サーバだけがｐｉｐｅの生成を呼出しかつネーム・サーバからのｆｉ ｆｏ生成メッセージに応じてｆｉｆｏ ｏｐｓ機能性（関数性）を呼出す。ｐｉ ｐｅの生成に対する要求のプロセッシングにおいて、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６ は、ｐｉｐｅ制御ブロック及びクライアント・データ構造に対する空間を割り当 てかつ固有のシーケンス番号を生成する。次いで、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は 、（オープン・オペレーションの間にクライアントを識別するための後の使用に 対して）ｌｏｏｋｕｐを初期化したプロセスのプロセス識別子を記憶する。オー プン識別子に対して、ｆｉｆｏ ｏｐｓ層２０６は、特別のＮＯＴ＿ＯＰＥＮ識 別子を記憶する。 Ｆｉｆｏ Ｏｐｅｎ： Ｆｉｆｏ ｏｐｅｎは、ｌｏｏｋｕｐの成功裏の実行 後に呼び出される。ｆｉｆｏ ｏｐｅｎは、それぞれＯＰＥＮ及びＩＮＩＴであ るそのオペレーション型及び状態でオペレーション・データ構造を設定する。Ｆ ｉｆｏ ｏｐｅｎｓは、局所的または遠隔的に実行することができる。遠隔実行 の場合には、ＲｅｑｕｅｓｔＯｔｈｅｒＣｐｕ（）は、関連パイプ・サーバにオ ペレーション・データ構造を含んでいるメッセージを送る。 ｏｐｅｎ要求は、第１がｏｐｅｎ要求が新しい構造の割り当て後にブロックす べきかどうかを決定し、第２が第１のオペレーションがブロックされない場合に 実行する、二つのｐｉｂオペレーションに分割されるのが好ましい。成功裏にＰ ｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）を実行した後、ｆｉｆｏ ｏｐｅｎ（）関数は 、Ｐｏｓｉｘ ｏｐｅｎブロック・データ構造にＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ （）によってリターンされたｏｐｅｎ識別子を記憶する。 ｏｐｅｎ要求は、ｆｉｆｏｓに対してだけである。ｐｉｐｅｓに対しては、ｏ ｐｅｎは、ｐｉｐｅの生成の一部である。 ｆｉｆｏ ｏｐｅｎが割り込まれかつペンディング・オペレーションが取り消 されるならば、次のオペレーションは、取り消しｐｉｂオペレーションを実行す る。 図７は、ｆｉｆｏのｏｐｅｎ要求に対する状態遷移図である。 Ｏｐｅｎ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ，Ｆｉｒｓｔ Ｄｉｖｉｓｉｏｎ： 上記したｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーションの第１の分割は、その固有なシーケン ス番号及びｐｉｐｅ制御ブロック番号を有するｆｉｆｏ識別子を用いてｐｉｐｅ 制御ブロックを見出す。オペレーションがｆｉｆｏ識別子において固有のシーケ ンス番号を有するｐｉｐｅ制御ブロックを見出すことができないならば、ｏｐｅ ｎオペレーションは、基礎を成しているソフトウェアは、再び試みるべきである ということを示しているエラーをリターンする。このエラーを検出しかつ割り当 てられたであろう全てのデータ構造をクリーンアップした後、ｆｉｆｏ ｏｐｅ ｎは、再び試みる。そのようなクリーニング・アップは、パイプ・サーバがｐｉ ｐｅ制御ブロックを削除する場合に必要であろうし、かつネーム・サーバは、そ の表からマップしているｆｉｆｏ識別子を削除することを知らせることができな い。 固有のシーケンス番号を有するｐｉｐｅ制御ブロックを見出すことにより、ｐ ｉｂ・ｏｐｅｎオペレーションの第１の分割は、ｆｉｆｏｓに対して要求される 特別のプロセスを実行する。このプロトコルは、クライアントに関連付けられた ｏｐｅｎ制御ブロックにおけるｏｐｅｎに対してｏｐｅｎフラグを記憶すること ；ｏｐｅｎ制御ブロックにおけるｏｐｅｎに対してｏｐｅｎ識別子を生成しかつ 記憶すること；Ｉ／Ｏが、Ｉ／Ｏをブロックするためにｏｐｅｎｓを実行するｆ ｉｆｏｓに対してノン−ブロッキングであるということを示しているフラグをク リアすること（別のプロセスが書込みのためにｆｉｆｏをオープンするまでｆｉ ｆｏ ｏｐｅｎが読取りだけのためにｆｉｆｏをオープンしているならば（及び その逆もまたしかり）、第１の分割は、ブロックするのが好ましい。）；及びノ ン−ブロッキングＩ／Ｏに対するｏｐｅｎｓを実行しているｆｉｆｏｓに対する 遅延なしで完了しかつリターンし、Ｉ／Ｏがプロセスにおいてノン−ブロッキン グであるということを示しているフラグを設定することを含む。ノン−ブロッキ ング読取りアクセスに対して、第１の分割は、成功裏にリターンする。全てのプ ロセスが読取りアクセスに対するｆｉｆｏ ｏｐｅｎを有さない場合にノン−ブ ロッキング書込みアクセスに対して、オープンｐｉｂオペレーションは、要求し たＩ／Ｏが存在しないかまたは関数（機能）を実行することができない機器（デ バイス）を参照するということを示しているエラーをリターンする。 オペレーションがブロックするならば、オペレーション・データ構造の状態は 、ＢＬＯＣＫＥＤになる；実行される次の関数は、第２の分割ｏｐｅｎ ｐｉｂ オペレーションとして設定され、かつオペレーションは、ｐｉｐｅ制御ブロック のｏｐｅｎ ｗａｉｔｅｒ ｌｉｓｔ（オープン・ウェイタ・リスト）に連鎖さ れ、ｏｐｅｎオペレーションのリストは、別の型のオープナーを待っている。 ｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーションの第１の分割がこのオペレーションが属する クライアントに対してｃｐｕ−ダウン要求を受け取る場合にｆｉｆｏ ｏｐｅｎ オペレーションがＢＬＯＣＫＥＤまたはＲＥＡＤＹであるならば、オペレーショ ンの状態は、ＲＥＡＤＹに設定されかつ次のオペレーションは、クリーンアップ であるべく設定される。ブロックされた要求がブロック解除されかつオペレーシ ョンの状態がＲＥＡＤＹであるときの通常の場合には、次のオペレーションは、 第２の分割ｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーションである。 Ｏｐｅｎ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ，Ｓｅｃｏｎｄ Ｄｉｖｉｓｉｏｎ： 上記した第２の分割ｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーションは、第１の分割ｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーションがブロック解除する場合に実行する。成功裏にオープンし た後、この第２のｏｐｅｎオペレーションは、完了を待っている全てのブロック されたｏｐｅｎオペレーションを起こす。完了の前に、第２の分割ｏｐｅｎ ｐ ｉｂオペレーションは、ブロック解除された局所オペレーションの全てに対する ＬＰＩＰＥ事象を生成し、ブロック解除された遠隔オペレーションをレディー・ リストに連鎖しかつパイプ・サーバに対するＬＰＩＰＥ事象を生成する。［１： １４．２．２］ 成功裏の完了により、ｆｉｆｏ ｏｐｅｎは、呼び出しプロセスにオープン識 別子をリターンしかつオペレーションの状態は、ＣＯＭＰＬＥＴＥＤとして設定 される。他のオープナーが実行で見出されないならば、オペレーションは、再び ブロックしうる。この条件は、ＬＰＩＥＰＥ事象を受け取ることと走らせるため にスケジュールされることの間の時間遅延の結果である。また、時間遅延は、プ ロセスがｐｉｐｅセマフォを獲得することを試みる場合に生じうる。 Ｐｉｐｅ Ｃｒｅａｔｅ： 本発明では、ｐｉｐｅ（）へのコールは、局所ｐ ｉｐｅ制御ブロックを生成する。発信者のｃｐｕに対してローカルであるパイプ ・サーバは、このｐｉｐｅ制御ブロックを保守する責務がある。ｐｉｐｅ生成オ ペレーションは、決してブロックせずかつ成功裏の完了によりリーダ及びライタ ーとの関連に対して二つのオープン識別子をリターンする。 ｐｉｐｅ生成オペレーションは、ｐｉｐｅ制御ブロック・データ構造、二つの クライアント・データ構造及びクライアント・データ構造に関連付けられた二つ のオープン制御ブロックを割り当てる。ｐｉｐｅ生成オペレーションは、また、 対応する二つのオープン制御ブロックにおける記憶のために二つのオープン識別 子を生成する。オペレーションは、ｐｉｐｅリーダであるべく一つのクライアン トをかつｐｉｐｅライターであるべく他のものを設定する。 Ｆｉｆｏ Ｆｏｒｋ： 上述したように、親プロセスは、ｆｏｒｋ（）システ ム・コールを用いて子プロセスを生成する。その生成により、子は、親のオープ ン・ファイルの全てを承継する。全てのｐｉｐｅまたはｆｉｆｏファイル記述子 に対して親は、オープンを有し、子は、間接的にｆｉｆｏ・フォーク・オペレー ションを呼出す。ｆｉｆｏ・フォーク・オペレーションは、ｐｉｐｅ制御ブロッ ク・インターフェイス層２１０を介してフォークｏｐｅｎ ｐｉｂオペレーショ ンを実行するためにＩＮＩＴに設定されたその状態及びＦＯＲＫ＿ＯＰＥＮのオ ペレーション型でオペレーション・データ構造を設定する。 ｆｏｒｋ（）コールがｃｐｕｓをスパンしかつ、子のｃｐｕのｐｉｐｅまたは ｆｉｆｏに対してｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅが存在しないならば、ｆｉｆｏフォーク ・オペレーションは、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅを生成する。新しいｆｉｆｏ ｖｎ ｏｄｅは、ｆｉｆｏ識別子を介してｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロ ックを参照する。子は、子のｃｐｕにこのｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅを生成するため にｆｉｆｏフォーク・オペレーションを呼出さなければならない。 ｆｏｒｋ（）システム・コールが子に対する新しいＰｏｓｉｘオープン・ブロ ックの生成を結果として生ずるならば、ｆｉｆｏフォーク・オペレーションは、 子のｃｐｕのｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅデータ構造の基準計数をバンプする（ぶつけ る）。発信者は、ｆｏｒｋ（）が新しいＰｏｓｉｘオープン・ブロックの生成を 要求したかどうかを特定しなければならない。 Ｆｏｒｋ Ｏｐｅｎ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ：フォークｏｐｅｎ ｐｉ ｂオペレーションは、決してブロックしない。オペレーションは、二つの機能（ 関数）を実行する： 第１に、機能（関数）は、子プロセスに対してｐｉｐｅ制 御ブロックにクライアント・エントリを追加する。これが共有型オープンである という事実を反映するために、発信者は、親のＰｏｓｉｘオープン・ブロックで 見出されたオープン識別子を供給する。第２に、機能（関数）は、この共有型オ ープン識別子を新しいクライアント・エントリに記憶する。この新しいクライア ントのオープン制御ブロックへのポインタは、オペレーション・データ構造に設 けられたオープン識別子を有する既に存在しているオープン制御ブロックをポイ ントする。 このｐｉｐｅ制御ブロック・オペレーションの間に状態遷移がない。それは、 一段階オペレーションである。 Ｆｉｆｏ Ｃｌｏｓｅ： ｆｉｆｏ ｃｌｏｓｅ機能（関数）は、発信者によ ってｆｉｆｏまたはｐｉｐｅの特定の使用に関連付けられたあらゆる資源を自由 にする。これは、クローズｐｉｂオペレーションを駆動する、ＣＬＯＳＥ及びＩ ＮＩＴにそれぞれ設定されたオペレーション型及び状態でオペレーション・デー タ構造を設定する。オペレーション制御情報は、発信者のｆｉｆｏ識別子、プロ セス識別子及びオープン識別子を用いて設定される。ｆｉｆｏクローズ要求は、 状態トランザクションがないシングル−ステップ・オペレーションである。 対応ｐｉｂオペレーションを完了した後、ｆｉｆｏクローズは、それ自体のｃ ｐｕのｆｉｆｏのｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅにおける使用計数を減分する。この使用 計数がゼロに落ちたならば、ｆｉｆｏクローズは、ｆｉｆｏのディレクトリ・エ ントリに対してｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅ及びＰｏｓｉｘ ｖｎｏｄｅを自由にする 。ｐｉｐｅｓに対して、ｆｉｆｏ ｖｎｏｄｅに関連したＰｏｓｉｘ ｖｎｏｄ ｅが存在しない。 ｆｉｆｏクローズは、このクローズがｆｉｆｏの最後のクローズであったかど うかを見るためにクローズｐｉｂオペレーションの応答をチェックする。そうで あれば、オペレーションは、このｆｉｆｏ識別子を保持しているネーム・サーバ にｆｉｆｏ‘ｌａｓｔ ｃｌｏｓｅ’メッセージを送る。ｆｉｆｏクローズ・メ ッセージの受け取りにより、ネーム・サーバは、その表からｐｉｐｅ制御ブロッ クｆｉｆｏ識別子を除去する。ネーム・サーバへのメッセージは、また、ｐｉｐ ｅ制御ブロックからの最終時間(final times)も含む。 Ｃｌｏｓｅ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： クローズｐｉｂオペレーション は、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックに発信者のｆｉｆｏの使用を登録するクラ イアント・リスト・エントリを自由にする。オペレーションは、また、ｆｉｆｏ のｐｉｐｅ制御ブロックの基準計数を減分する。発信者がｆｉｆｏのｐｉｐｅ制 御ブロックの最後のユーザであるならば、オペレーションは、ｐｉｐｅ制御ブロ ックを自由にしかつｆｉｆｏクローズ・メッセージをネーム・サーバに送ること ができるように十分な情報で応答する。 リターニングの前に、ｐｉｐｅ制御ブロック・クローズ・オペレーションは、 全てのブロックされたリーダをブロック解除しかつ全てのライターは、クローズ される。ブロック解除は、ＢＬＯＣＫＥＤからＲＥＡＤＹにオペレーション状態 を変更しかつ遠隔オペレーションをレディー・リストに移動した後で局所プロセ スに対しかつパイプ・サーバに対してＬＰＩＰＥ事象を生成する。 Ｆｉｆｏ Ｆｃｎｔｌ： ｆｉｆｏ ｆｃｎｔｌ関数は、オープンｐｉｐｅま たはｆｉｆｏに制御関数をインプリメントする。表ＩＩは、各Ｐｏｓｉｘ ｆｃ ｎｔｌ（）システム・コールに対してｆｉｆｏ ｆｃｎｔｌによって取られたア クションを示す。 ｐｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに対して変更することができる唯一の状態フラグは 、ノン−ブロッキング・フラグである。 ｆｉｆｏ ｆｃｎｔｌオペレーションは、ほとんどのコマンドに対して一定の 情報をリターンする。これに対する例外は、ｏｐｅｎの属性をｇｅｔかつｓｅｔ する（得て設定する）Ｆ＿ＧＥＴＦＬ及びＦ＿ＳＥＴＦＬコマンドである。ｏｐ ｅｎは、異なるｃｐｕｓにおけるプロセスによって共有されうるので、これらの 属性は、ｏｐｅｎ制御ブロックに記憶される。発信者は、ｆｉｆｏ識別子、クラ イアントのプロセス識別子及び対応ｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓ ｆｃｎｔｌオ ペレーションへのｏｐｅｎ制御ブロックを独自に識別すべくｏｐｅｎ識別子を供 給しなければならない。 ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）は、ｆｃｎｔｌｐｉｂオペレーションを実 行すべくパイプ・サーバにメッセージを送るＲｅｑｕｅｓｔｏＯｔｈｅｒＣｐｕ （）を実行する。オペレーション型及び状態は、それぞれＦＣＮＴＬ及びＩＮＩ Ｔに設定される。 Ｆｃｎｔｌ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： このオペレーションは、所与の プロセス識別子及びオープン識別子に対するｏｐｅｎの属性を設定しかつ検索す る。これは、ｆｃｎｔｌ（）システム・コールのＦ＿ＳＥＴＦＬ及びＦ＿ＧＥＴ ＦＬを用いて行われる。このｐｉｐｅ制御ブロックｏｐｓオペレーションは、決 してブロックしない一段階オペレーションである。従って、状態遷移が存在しな い。 ｆｉｆｏまたはｐｉｐｅが割り当て解除されたならばＦ＿ＧＥＴＦＬコマンド は、失敗しかつｅｒｒｎｏをＥＰＩＰＥＧＯＮＥに設定する。ｐｉｐｅまたはｆ ｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックに対して責務があるパイプ・サーバが死ぬならば 、この割り当て解除は、発生しうる。ユーザが定義されていないフラグ（ＥＢＡ ＤＦＬＡＧ）を設定することを試みるかまたはｐｉｐｅまたはｆｉｆｏのｐｉｐ ｅ制御ブロックが去っていったならば（ＥＰＩＰＥＧＯＮＥ）、Ｆ＿ＳＥＴＦＬ コマンドは、失敗する。 Ｆｉｆｏ Ｒｅａｄ： ｆｉｆｏ読取り関数は、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏから データを読取りかつ発信者にそれをリターンする。いかなるデータ読取りもｆｉ ｆｏから除去される。ｆｉｆｏ読取りオペレーションは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆ ｏが読取りのためにオープン(open)であるということを必要とする。ｆｉｆｏ読 取り関数が発信者にあらゆるデータを転送するならば、オペレーションは、転送 された多数のバイトをリターンする−−信号が読取りを割り込んでも。 初期読取りｐｉｂオペレーションがブロックされなければならないならば、ｆ ｉｆｏ読取りに対するＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）は、マルチ−ステップ ・オペレーションでありうる。信号がｆｉｆｏ読取りを割り込む場合には、ｐｉ ｂオペレーションは、取り消されるべきでありかつ次に取り消しｐｉｂオペレー ションが実行する。 Ｒｅａｄ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： 要求したものよりも少ないバイト コードを含んでいるノン−エンプティ・ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの読取りｐｉｂ オペレーションは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏにおいて利用可能なあらゆるデータ をリターンする。 エンプティ・ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの読取りｐｉｂオペレーションは、プロ セスが書込みのためのｐｉｐｅまたはｆｉｆｏ ｏｐｅｎを有していないならば 、ＥＯＦを示すべく第１の値（０）をリターンする。さもなければ、オペレーシ ョンは、第２の値（−１）をリターンしかつノン−ブロッキングＩ／Ｏに対する ｏｐｅｎフラグが設定されたならばｅｒｒｎｏをＥＡＧＡＩＮに設定する。 クライアントがノン−ブロッキングＩ／Ｏ ｏｐｅｎフラグ・クリアでオープ ンされかつｐｉｐｅ制御ブロックにおいて読取るべきデータが存在しなかったな らば、関数は、実行されるべき次のオペレーションを設定しかつクライアントは 、ｐｉｐｅ制御ブロックの読取り待ちリストに加えられる。さもなければ、関数 は、あるデータが書き込まれるかまたは書込みのためにｐｉｐｅ ｏｐｅｎを有 する全てのプロセスによってｐｉｐｅがクローズされるまでブロックする。この 地点では、読取りオペレーションは、ゼロでありうる、実際に読み取られた多数 のバイトをリターンする。 あるバイトまたは全てのバイトを成功裏に読み取った後、読取りｐｉｂオペレ ーションは、ｐｉｐｅ制御ブロック・バッファへの書込みを待っている全てのブ ロックされた書込みオペレーションを起こす。リターンする前に、読取りオペレ ーションは、全てのブロック解除された局所オペレーションにＬＰＩＰＥ事象を 送り、ブロック解除された遠隔オペレーションをレディー・リストに連鎖しかつ ＰＩＰＥ事象をパイプ・サーバに送る。 オペレーションがブロックされたまたはレディー状態にありｆｉｆｏ読取りが このオペレーションが属するクライアントに対するｃｐｕ−ダウン要求を受け取 る場合においてまたはネーム・サーバ・プロセス・ペアが死ぬ（ｆｉｆｏｓに対 してのみ）場合において、オペレーションの状態は、ＲＥＡＤＹに変更されかつ 次のオペレーションは、クリーンアップｐｉｂオペレーションであるべく設定さ れる。通常の場合には、ブロックされた要求がブロック解除されかつ状態がレデ ィーに設定された場合、次のｐｉｂオペレーションは、現行オペレーション、即 ち、読取りｐｉｂオペレーションと同じである。 図８は、ｆｉｆｏの読取り要求に対する状態トランザクション図である。 Ｆｉｆｏ Ｗｒｉｔｅ： ｆｉｆｏ書込み関数は、ｆｉｆｏまたはｐｉｐｅに データを書込む。データは、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏの終りに書き込まれかつｐ ｉｐｅまたはｆｉｆｏの既存のデータの全てが読み取られた後でのみ読み取られ る。ｆｉｆｏ書込みオペレーションは、同じｐｉｐｅに書込みを行っている他の プロセスからのデータでＰＩＰＥ＿ＢＵＦよりも大きくない書込み要求（即ち、 ｐｉｐｅを書込む場合にアトミック的に書込むことができる最大数のバイト）を インターリーブしない。ｆｉｆｏ書込みオペレーションは、他のプロセスからの 書込みで任意のバウンダリのＰＩＰＥ＿ＢＵＦよりも大きい書込みをインターリ ーブする。信号がｐｉｐｅまたはｆｉｆｏにあるデータを転送した書込みに割り 込むならば、ｆｉｆｏ書込みオペレーションは、それが実際に転送した多数のバ イトをリターンする。いかなるリーダによってもオープンでないｐｉｐｅまたは ｆｉｆｏへ書込むことをプロセスが試みるならば、プロセスは、ＥＰＩＰＥエラ ーまたはＳＩＧＰＩＰＥ信号を受け取る。プロセスが局所ｐｉｐｅ制御ブロック への書込みを試みている場合には、プロセスは、それ自体に信号を送る。プロセ スがパイプ・サーバを介して遠隔ｐｉｐｅ制御ブロックに書き込んでいる場合に は、パイプ・サーバは、エラーで発信者の要求に応答する。もう一度、プロセス は、それ自体に信号を送る。 ｆｉｆｏ書込みに対するＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）は、マルチ−ステ ップ・オペレーションでありうる。初期書込みｐｉｂオペレーションは、ブロッ クできる。ｆｉｆｏ書込みが割り込まれかつオペレーションが取り消される場合 には、取り消しｐｉｂオペレーションは、次を実行する。ｆｉｆｏ書込みは、Ｉ ＮＩＴオペレーション状態及びＷＲＩＴＥオペレーション型でオペレーション・ データ構造を設定する。 Ｗｒｉｔｅ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： ノン−ブロッキングＩ／Ｏに対 するフラグがクリアであれば、ｐｉｐｅ制御ブロック書込み要求は、発信者のプ ロセスをブロックさせうるが、通常の完了では、オペレーションは、発信者が要 求した全てのデータを転送する。ノン−ブロッキングＩ／Ｏに対するフラグが設 定されたならば、書込みオペレーションは、次の判断ツリーをトラバースする： 発信者がＰＩＰＥ＿ＢＵＦよりも大きくないデータを書込むことを望みかつｐｉ ｐｅまたはｆｉｆｏがデータに対するルームを有するならば、オペレーションは 、データを転送する。発信者がＰＩＰＥ＿ＢＵＦよりも大きくないデータを書込 むことを望みかつｐｉｐｅまたはｆｉｆｏがデータに対するルームを有さないな らば、オペレーションは、いかなるデータも転送せずかつＥＡＧＡＩＮに設定さ れたｅｒｒｎｏで第１の値（−１）をリターンする。発信者がＰＩＰＥ＿ＢＵＦ よりも大きいデータを書込むことを望みかつｐｉｐｅまたはｆｉｆｏが少なくと も１バイトに対するルームを有するならば、オペレーションは、完了の前に少な くとも１バイトを転送する。発信者がＰＩＰＥ＿ＢＵＦよりも大きいデータを書 込むことを望みかつｐｉｐｅまたはｆｉｆｏがいかなるデータに対するルームも 有さないならば、オペレーションは、ＥＡＧＡＩＮに設定されたｅｒｒｎｏでエ ラー−１をリターンする。 あるバイトまたは全てのバイトを成功裏に書き込んだ後、書込みｐｉｂオペレ ーションは、ｐｉｐｅバッファからの読取りを待っている全てのブロックされた 読取りオペレーションを起こす。書込みオペレーションは、全てのブロック解除 された局所オペレーションに対してＬＰＩＰＥ事象を生成し、ブロック解除され た遠隔オペレーションをレディー・リストに連鎖しかつパイプ・サーバに対して ＬＰＩＰＥ事象を生成する。 ｆｉｆｏ書込みがこのオペレーションが属するクライアントに対してｃｐｕ− ダウン要求を受け取る場合にオペレーションがブロックされるかまたはレディー であるならば、またはネーム・サーバ・プロセス・ペアが死ぬ場合にオペレーシ ョンがブロックされるかまたはレディーであるならば、オペレーションの状態は 、ＲＥＡＤＹになりかつ書込みｐｉｂオペレーションは、次のオペレーションと してクリーンアップｐｉｂオペレーションを設定する。通常の場合には、ブロッ クされた要求がブロック解除されかつオペレーション状態がレディーである場合 、次のオペレーションは、現行オペレーション、即ち、書込みｐｉｂオペレーシ ョンを同じである。 図９は、ｆｉｆｏの書込み要求に対する状態遷移図である。 Ｆｉｆｏ Ｇｅｔａｔｔｒ： ｆｉｆｏ ｇｅｔａｔｔｒ関数は、ｐｉｐｅまたはｆｉｆｏに対する（上述し た）ｓｔａｔデータ構造を充たすために必要な情報を収集する。ｆｉｆｏｓに対 して、ネーム・サーバは、そのデータベースにおけるｓｔａｔデータ構造のフィ ールドの全てを保守する。更に、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックは、ｓｔａｔ データ構造の回数に関連したフィールドを含む。ｆｉｆｏ ｇｅｔａｔｔｒ関数 は、リターンする前にネーム・サーバにｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブロックに記憶 された時間を送ることの責務を有する。 ｓｔａｔデータ構造は、ｉｎｏｄｅ、ｆｉｆｏファイル・システム内の各ｐｉ ｐｅを表すべく生成された固有の番号；ｆｉｆｏを含んでいるデバイスに対する 識別子；ｆｉｆｏに対する多数のリンク；ｆｉｆｏの所有者のユーザ識別子；フ ァイルのグループのグループ識別子、ｐｉｐｅデータ・バッファにおける読取り に対して利用可能な多数のバイト、ｆｉｆｏの最後のアクセスの時間、ｆｉｆｏ の最後のデータ変更の時間及びｆｉｆｏに対する最後のファイル状態変更の時間 を含むのが好ましい。 ｆｉｆｏ ｇｅｔａｔｔｒ関数は、変更時間、ｉｎｏｄｅ、デバイス識別子、 多数のリンク、ユーザ識別子及びｆｉｆｏのグループ識別子を供給する。ｇｅｔ ａｔｔｒ ｐｉｂオペレーションは、残りの情報を充たす。 Ｇｅｔａｔｔｒ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： この関数は、アクティブｐ ｉｐｅｓ及びｆｉｆｏｓに対するｐｉｐｅ制御ブロックに記憶された回数をリタ ーンする。この関数は、また、アクセス、変更及び変更回数の値も設定する。発 信者のｃｐｕのライブラリまたはパイプ・サーバ（発信者が他のｃｐｕにいるな らば）は、ｇｅｔａｔｔｒ ｐｉｂオペレーションを呼出すことができる。 Ｆｉｆｏ Ｓｅｔａｔｔｒ： ｆｉｆｏ ｓｅｔａｔｔｒ ｖｎｏｄｅオペレ ーションは、ｆｉｆｏの種々のディレクトリ属性を設定する。アクティブｆｉｆ ｏｓに対して、アクセス、変更及び状態変更回数は、ｆｉｆｏのｐｉｐｅ制御ブ ロックでキャッシュされる。ｐｉｐｅ制御ブロックがｃｐｕに対して局所であれ ば、ＰｅｒｆｏｒｍＲｅｑｕｅｓｔ（）は、局所的にｓｅｔａｔｔｒ ｐｉｂオ ペレーションを呼出し、さもなければそれは、遠隔メッセージの回数をｐｉｐｅ 制御ブロックを制御しているパイプ・サーバに送る。この場合には、パイプ・サ ーバは、ｓｅｔａｔｔｒ ｐｉｂオペレーションを呼出すことのよってメッセー ジで送られた回数を更新する。 Ｓｅｔａｔｔｒ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： この関数は、新しい回数を 反映すべくｐｉｐｅ制御ブロックにおけるキャッシュされた回数を更新する。こ の関数は、ｐｉｐｅ制御ブロックの３つの回数全てを変更することができる。 Ｆｉｆｏ Ｐａｔｈｃｏｎｆ： ｆｉｆｏに対して、ｆｉｆｏ ｐａｔｈｃｏ ｎｆ関数は、命令されたファイルまたはディレクトリに関連付けられた構成可能 な制限またはオプションの現行値を決定するためのアプリケーションに対する方 法を供給する。関数は、ｆｉｆｏのディレクトリ・エントリに対するＰｏｓｉｘ ｐａｔｈｃｏｎｆ（）関数を常に呼出す。 ｐｉｐｅに対して、ｆｉｆｏ ｐａｔｈｃｏｎｆ関数は、次の命名された構成 可能制限またはオプションを支持するのが好ましい：＿ＰＣ＿ＬＩＮＫ＿ＭＡＸ （ｐｉｐｅへの最大数のリンクは、常に０である）；＿ＰＣ＿ＰＩＰＥ＿ＢＵＦ （リターンされた値は、ｕｎｉｓｔｄ．ｈで常に定義される）；かつ＿ＰＣ＿Ｃ ＨＯＷＮ＿ＲＥＳＴＲＩＣＴＥＤ（リターンされた値は、常に−１であり、オペ レーションが制限されることを示している）。 Ｆｉｆｏ Ｓｅｅｋ： この関数は、常に失敗しかつＥＰＩＰＥにｅｒｒｎｏ を設定する。 Ｆｉｆｏ Ｅｍ Ｓｈａｒｅｏｐｅｎ： この関数は、移行ｃｐｕから受け取 った情報でターゲットｃｐｕのｔｏｂ及びｔｎｏｄｅ情報を取る。関数は、受け 取った情報でターゲットｃｐｕのｔｏｂ及びｔｎｏｄｅを更新する。この関数は 、要求構造を設定した後にｅｘｅｃ ｍｉｇｒａｔｅ ｐｉｂオペレーションを 呼出す。 Ｆｉｆｏ Ｅｍ Ｏｐｅｎｍｉｇｒａｔｅ： この関数は、要求構造を設定し た後にｅｘｅｃ ｍｉｇｒａｔｅ ｐｉｂオペレーションを呼出す。 Ｅｘｅｃ Ｍｉｇｒａｔｅ Ｐｉｂ Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ： この関数は、新 しいクライアント・ブロックを割り当てかつ移行クライアントからこの新しいク ライアント構造に全ての関連情報をコピーする。ｅｘｅｃ ｍｉｇｒａｔｅ ｐ ｉｂオペレーションは、また、新しいクライアント・ブロックを移行クライアン トのｏｐｅｎ制御ブロックにポイントする。ｃｌｏｓｅ ｐｉｂオペレーション がそのクライアントに対して実行される場合に移行クライアントは、削除される 。これは、ワン−ショット（単発）・オペレーションである。 勿論、上記教示の変形は、当業者に対して容易に明らかであろう。例えば、サ ーバのネームは、本発明のオペレーションに影響を及ぼすことなく容易に変更す ることができる。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＣＡ，ＪＰ (72)発明者 マーティー スリニヴァサ ディー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 95131 サンホセ ゴールデンレイク ロ ード 1410 (72)発明者 ユーザス アレン エム アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94024 ロスアルトス サフォーク コー ト 1101 (72)発明者 トム ゲアリー エフ アメリカ合衆国 カリフォルニア州 95117 サンホセ パンダ プレイス 3845 (72)発明者 グプタ ミノー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94539 フリーモント デブラム コモン 43309 (72)発明者 ストレーリス エリック ジー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94706 アルバニー オードウェイ スト リート 1107

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．プロセッサ間通信リンクによって結合された複数のプロセッサを有している コンピュータ・システムにおいて、該複数のプロセッサの各プロセッサは、メモ リ、ファイルをアクセスする方法を有しており、該方法は、 第１の、ファイル・システム・インプリメンテーション−インディペンデント ・インターフェイスにおける第１の機能を呼出すことによって、ファイルに関す るサービスを要求し； 前記サービスを供給するファイル・システムを決定しかつ第２の、ファイル・ システム・インプリメンテーション−ディペンデント機能を呼出すことによって 前記ファイル・システムの前記サービスを要求し； 前記ファイルに対する前記サービスを供給する前記複数のプロセッサのプロセ ッサを決定しかつ前記プロセッサ間通信リンクを用いて前記ファイルに対する前 記サービスを要求し；かつ 前記プロセッサで前記ファイルに対する前記サービスを実行する段階を具備す ることを特徴とする方法。