PL176975B1

PL176975B1 - Sposób skutecznego buforowania zbiorów w systemie zbiorów rozproszonych

Info

Publication number: PL176975B1
Application number: PL94316565A
Authority: PL
Inventors: Thomas G. Cantrell; Sebnem Jaji; Amal A. Shaheen; Richard B. Ward
Original assignee: Ibm
Priority date: 1994-03-07
Filing date: 1994-12-27
Publication date: 1999-08-31
Also published as: BR9500819A; CA2142797C; EP0749602A1; WO1995024685A1; HU219996B; JP2705006B2; KR950027577A; EP0749602B1; CZ260296A3; JPH07262074A; DE69416875T2; ATE177223T1; PL316565A1; KR0170561B1; HU9602443D0; HUT75264A; CA2142797A1; RU2170454C2; CN1121216A; DE69416875D1

Abstract

1. Sposób skutecznego buforowania zbiorów w systemie zbiorów rozproszonych, w którym system komputerowy uzytkownika jest sterowany przez system operacyjny dla wykonywania zadania systemu operacyjnego obejmujacego jedna z wielu operacji systemu zbiorów jako zadana operacje systemu zbiorów oraz obejmujacego nazwe zbioru z systemu zbiorów rozproszonych, znamienny tym, ze po przyjeciu zadania systemu operacyjnego usuwa sie z nazwy zbioru, zaleznego od systemu operacyjnego, skladnie separatora dla utworzenia odniesienia do obiektu systemu zbiorów, sprawdza sie pamiec podreczna systemu zbiorów w ukladach pamieci systemu komputerowego uzytkownika na obecnosc obiektu systemu zbiorów, przy czym obiekt systemu zbiorów zawiera informacje zezwalajaca na dostep do zbioru w systemie zbiorów rozproszonych i na dostep do danych potencjalnie zapamietanych w lokalnej pamieci podrecznej dla tego zbioru w pamieci podrecznej systemu zbiorów, nastepnie wybiera sie jeden z wielu potencjalnych protokolów systemu zbiorów rozproszonych i, jezeli nie ma danych zapamietanych w lokalnej pamieci podrecznej dla tego zbioru, a jest polaczenie do systemu zbiorów rozproszonych, zada sie danych tego zbioru oraz zapamietuje sie te dane jako dane zapamietane z lokalnej pamieci podrecznej, po czym wykonuje sie zadana operacje systemu zbiorów, jezeli istnieja dane zapamietane w lokalnej pamieci podrecznej dla tego zbioru. PL PL

Description

Przedmiotem wynalazku jest sposób skutecznego buforowania zbiorów w systemie zbiorów rozproszonych, który wspiera operacje użytkownika przyłączonego lub odłączonego do systemu zbiorów rozproszonych.

W systemach komputerowych występuje tendencja do zwiększania mocy przetwarzania i pojemności pamięci komputerowych stanowisk roboczych. Pierwotnie stanowiska robocze były wykorzystywane przez pojedynczego operatora do wykonywania jednego lub kilku izolowanych zadań. Postępujące wyposażanie w stanowiska robocze wielu użytkowników w systemach komputerowych stworzyło potrzebę zapewnienia łączności między stanowiskami roboczymi i wymiany danych między użytkownikami. Stworzyło to podstawę do rozwoju struktur systemowych ze zbiorami rozproszonymi, na przykład takiej, jak przedstawiona na figurze 1.

176 975

Na figurze 1 przedstawiono pewną liczbę stanowisk roboczych połączonych wzajemnie za pośrednictwem sieci zasięgu lokalnego (LAN). W celu wzajemnego połączenia pewnej liczby sieci można zastosować sieć szerokiego zasięgu (WAN). Stanowiska robocze oznaczone są jako serwery SI, S2, S3 i użytkownicy Cl, C2, C3. Wyznaczenie stanowiska jako użytkownika bądź serwera, zależy od funkcji wykonywanej w sieci przez konkretne stanowisko. Dane stanowisko może być zarówno użytkownikiem jak i serwerem. Sieć wymaga obecności przynajmniej jednego serwera i przynajmniej jednego użytkownika.

Stanowiska użytkownika tradycyjnie łączono do sieci LAN i zawsze do odbierania usług sieci LAN i udostępniania zasobów, na przykład zbiorów. Odłączenie od sieci LAN oznaczało odcięcie stanowiska roboczego od zasobów sieci LAN. Praca odłączonego użytkownika była możliwa tylko wtedy, kiedy niezbędne zbiory i programy przed odłączeniem zostały skopiowane do stanowiska użytkownika.

Wzrastająca moc przetwarzania przenośnych stanowisk roboczych uczyniła praktycznym przetwarzanie z odłączeniem, czyli przetwarzanie ruchome. Przenośne stanowiska robocze, zaopatrzone w procesor, pamięć operacyjną i pamięć dyskową, mają możliwości stanowisk stołowych bądź wolnostojących. Jednakże obecnie przenośne stanowiska robocze, czyli komputery przenośne maję te same ograniczenia w przypadku ich odłączenia: nie można wykorzystywać udostępnianych zasobów, jeżeli przed rozłączeniem uprzednio nie wykonano kopii danego zbioru lub programu. Przy ponownym dołączeniu stanowiska roboczego pozostawia się użytkownikowi ręczne uzgodnienie zbiorów zmienionych w urządzeniu przenośnym ze zbiorami w sieci. Na fig. 1 przedstawiono odłączalne przenośne stanowisko robocze jako użytkownika Cl dołączonego linią przerywaną do sieci.

Udostępnianie zbiorów z danymi w sieci, od pewnego czasu przechodzi rozwój. W najprostszym sposobie udostępniania umożliwia się użytkownikowi żądanie danych ze zbioru na serwerze. Niezbędne dane są wysyłane do procesora użytkownika, a wszelkie zmiany bądź modyfikacje zwracane są do serwera. Stosuje się odpowiednie blokady uniemożliwiające drugiemu użytkownikowi zmianę danych w zbiorze należącym do pierwszego użytkownika.

Systemy zbiorów rozproszonych wspomagają udostępnianie zbiorów przez wprowadzenie mechanizmów dla bardziej efektywnego rozprowadzania danych do użytkowników i bardziej efektywnego kontrolowanego udostępniania zbiorów. Istnieje wiele systemów zbiorów rozproszonych. Jednym z rozpowszechnionych systemów zbiorów rozproszonych jest system Andrew File System (AFS) rozprowadzany przez firmę Transarc Corp.

System AFS zwiększa sprawność przetwarzania zbiorów rozproszonych przez utworzenie bufora zbioru w stanowisku użytkownika mającym dostęp do danych serwera. Bufor tenjest przeznaczony dla aplikacji użytkownika i tylko brak danych w tym buforze powoduje ich pobranie z serwera. Buforowanie danych zmniejsza natężenie ruchu w sieci i skraca czas odpowiedzi do użytkownika. Struktura buforowa sysl^emu AFS bazuje na sy s temie zbiorów rozproszonych wywołań zwrotnych serwera. Serwer zawiadomi każdego użytkownika o każdej sytuacji, kiedy jakieś buforowane dane użytkownika stają się nieważne. Uznawane za nieważne dane są usuwane z bufora i konieczne jest ich ponowne zażądanie z serwera, jeżeli są potrzebne.

Odłączenie stanowiska roboczego dołączonego do systemu AFS spowoduje utratę dostępu użytkownika do zbioru rozproszonego. Przy odłączeniu użytkownik automatycznie zrzuci wszystkie wywołania zwrotne powodując unieważnienie bufora.

System zbiorów rozproszonych (DFS) jest następnym po systemie AFS systememwspomagającym środowisko przetwarzania rozproszonego. System DFS pracuje z wykorzystaniem opartego na współpracy z serwerem mechanizmu z żetonami zapewniającego spójność bufora użytkownika. Użytkownik pobiera żetony odczyt w celu zapewnienia, że dane w jego buforze są ważne. Przy zmianie przez użytkownika danych w buforze, pobiera dla tych danych żeton zapis. Przydzielenie żetonu zapis jednemu użytkownikowi, na przykład Cl, powoduje unieważnienie żetonów odczyt na te same dane u wszystkich innych użytkowników. Unieważnienie żetonu powoduje unieważnienie buforowanych danych u tych użytkowników. Odłączenie od systemu DFS spowoduje utratę wszelkich posia4

176 975 danych żetonów. Użytkownik będzie pozbawiony możliwości odczytu i zapisu nawet danych buforowanych, ze względu na brak żetonów.

W Carnegie Mellon University opracowano z kolei system CODA do wspomagania odłączalnych stanowisk roboczych dołączonych do systemu ASF. System CODA jest ukierunkowany na stworzenie systemu zbiorów rozproszonych ze stałą dostępnością danych. Realizuje on to przez replikowanie danych w wielu serwerach i zapewnienie wspomagania rozłączanych operacji przez użytkowników. Jest to przedstawione w publikacji Coda: System zbiorów o wysokim stopniu dostępności dla środowiska rozproszonych stanowisk roboczych, IEEE Transactions, wol. 39, nr 4, kwiecień 1990.

Praca rozproszona w systemie Coda realizuje się przez optymistyczne sterowanie replikowaniem danych. Sterowanie optymistyczne umożliwia wielu użytkownikom odczyt i zapis danych, nawet przy rozłączeniu. Niezgodności danych pozostawia się do późniejszego rozpoznania i rozwiązania. Pesymistyczne sterowanie replikami usuwa wszystkie konflikty przez ograniczenie wszystkich odczytów i zapisów do jednej partycji. Rozłączenie pozbawia użytkownika możliwości określania, czy inny użytkownik ma do danych dostęp. Przy pesymistycznym sterowaniu replikami, użytkownik byłby pozbawiony możliwości zapisywania. Jest to omówione w publikacji Praca w rozłączeniu w systemie zbiorów Coda, J. Kistler, M. Satyanarayanan, Carnegie Mellon University, Proceedings of the 13^th ACM Symposium on Operating Systems Principles, October 1991.

Operacje rozproszone w systemie Coda umożliwiają użytkownikowi kontynuowanie dostępu i uaktualnianie danych przechowywanych w buforze użytkownika. Operacje na zbiorach nie mogą odbywać się tylko wtedy, kiedy użytkownik nie może uzyskać dostępu do danych z serwera. Systemy AFS i Coda buforują całe zbiory. System Coda uaktualnia zbiór podczas operacji rozłączenia i utrzymuje rejestr wszystkich zmian danych. Przy ponownym dołączeniu użytkownik jest odpowiedzialny za uaktualnienie wszystkich replik danych serwera przez wprowadzenie operacji zapisanych w rejestrze do zbiorów serwera. Niezgodności danych załatwiane są przy późniejszym rozpoznaniu przez interwencję manualną.

Główna wada systemu Coda polega na tym, że wspomagane jest tylko dołączenie do serwera w systemie Coda. System Coda, podobnie jak system AFS, realizuje protokół systemu zbiorów rozproszonych. W systemie Coda zakłada się, że serwer, jeden lub więcej, i wszyscy użytkownicy używają tego samego protokołu systemu zbiorów rozproszonych. Wymaga on, aby wszyscy użytkownicy i serwery w sieci w celu podtrzymywania operacji rozłączonych byli przestawieni na protokół Coda.

Drugie podejście jest przedstawione w publikacji Praca w rozłączeniu w przypadku AFS, L.B. Huston i P. Honeyman, Centrum integracji informacji technicznej uniwersytetu w Michigan (Center for Information Technology Integration, The University of Michigan), opublikowanej w Proceedings of the USENIX Mobile and Location-Independent Computing Symposium (Sympozium na temat przetwarzania w ruchu i przetwarzania uniezależnionego od umiejscowienia), Sierpień 1993. Autorzy Huston i Honeyman proponują system użytkownika nadający się do dołączenia do standardowego serwera systemu AFS bez modyfikacji serwera. Pracą przy rozłączeniu i ponownym dołączeniu wspomagają modyfikacje kodu użytkownika. Ponowne dołączenie i uzgodnienie odbywa się przez notowanie w rejestrze każdej transakcji podczas rozłączenia. Każdy odczyt, zapis lub uaktualnienie zostaje w rejestrze transakcji, który zostaje po ponownym dołączeniu przegrany na powrót do serwera. Ten sposób podejścia ma zaletę polegającą na współpracy ze standardowym serwerem sutemu AFS. Zależy on jednakże od obecności protokołu rozproszonego systemu zbiorów AFS i nie działa z serwerami innymi, niż serwer systemu AFS. Ogólne podejście z zastosowaniem rejestru zmniejsza również wydajność systemu. Rozmiar rejestru w systemach o dowolnych rozmiarach mógłby spowodować problemy z pojemnością dysku i opóźnienia uzgadniania.

Następnie w pracy Dostęp do zbiorów w Internecie: system zbiorów Jade, autor H. Rao i in., opublikowanej w IEEE Transactions on Softwawre Engineering, wol. 19, nr 6 z czerwca 1993, na str. 613-624, omówiono system zbiorów z buforowaniem do zastosowania w środowisku sieci LAN lub Internet. Autorzy proponują buforowanie całych zbiorów

176 975 lokalnego stanowiska roboczego lub lokacji wybranej przez użytkownika. System zbiorów Jade wymaga od osoby opracowującej aplikację zastosowania jednolitego interfejsu dla protokołów dostępu. Wym.aga to modyfikowania aplikacji lub, jak zaproponowano w tej pracy, wstawienia ogólnodostępnej biblioteki w celu zastąpienia typowych wywołań wywołaniami interfejsu jednolitego. System Jade wykorzystuje agentów systemu zbiorów w celu realizacji rzeczywistych żądań systemowych. System Jade nie daje możliwości prowadzenia pracy w rozłączeniu ani rejestrowania aktywności systemu zbiorów w celach synchronizacji po ponownym dołączeniu. System Jade nie zapewnia środków do przechwytywania standardowych wywołań systemowych i ich konwersji na symaktykę uniezależnioną od stosowanych separatorów, przed dostępem do bloku zarządzania pamięcią.

Z kolei w pracy O możliwości realizacji serwerów na bazie FTAM opracowany przez ISO dla implementacji niejednorodnego systemu zbiorów, autor A. Marshalla i in., opublikowanej w Computer Standards and Interfaces, wol. 14, nr 3,1992, str. 191-208, omówiono próbę podejścia do niejednorodnych systemów zbiorów na bazie modelu FTAM ISO. Autorzy krytykują obecne sposoby podejścia, na przykład Sun NFS, jako uzależnionych od sysl^emu operacyjnego. Proponowana przez autorów Marshalla i in. Wirtualna pamięć zbiorów (VFS) nie zapewnia dostępu do istniejących systemów zbiorów rozproszonych.

W artykule M. Satyanarayanana i in., O pełnym rejestrowaniu w systemach zbiorów rozproszonych, opublikowanym w Proceedings of the Workshop on Workstation Operating Systems, z 23 kwietnia 1992, str. 122-125, omówiono funkcje rejestracyjne w opisanym powyżej systemie CODA. Rejestrowanie w systemie Coda pozwala na odtworzenie transakcji podczas rozłączenia. Jak wspomniano powyżej, system CODA wymaga serwera z protokołem dostępu sysl^emu zbiorów rozproszonych. Rejestrowanie zatem bazuje na jednorodnym modelu serwera i nie realizuje modelu niejednorodnego.

Istotą sposobu skutecznego buforowania zbiorów w systemie zbiorów rozproszonych, według wynalazku, w którym system komputerowy użytkownikajest sterowany przez system operacyjny dla wykonywania żądania systemu operacyjnego obejmującego jedną z wielu operacji systemu zbiorów jako żądaną operację systemu zbiorów oraz obejmującego nazwę zbioru z systemu zbiorów rozproszonych, jest to, że po przyjęciu żądania systemu operacyjnego usuwa się z nazwy zbioru, zależnego od systemu operacyjnego, składnię separatora dla utworzenia odniesienia do obiektu systemu zbiorów, sprawdza się pamięć podręczną systemu zbiorów w układach pamięci systemu komputerowego użytkownika na obecność obiektu systemu zbiorów dla odniesienia do obiektu systemu zbiorów, przy czym obiekt systemu zbiorów zawiera informację zezwalającą na dostęp do zbioru w systemie zbiorów rozproszonych i na dostęp do danych potencjalnie zapamiętanych w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru w pamięci podręcznej systemu zbiorów, następnie wybiera się jeden z wielu potencjalnych protokołów systemu zbiorów rozproszonych i, jeżeli nie ma danych zapamiętanych w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru, a jest połączenie do systemu zbiorów rozproszonych,· żąda się danych tego zbioru oraz zapamiętuje się te dane jako dane zapamiętane z lokalnej pamięci podręcznej, po czym wykonuje się żądaną operację systemu zbiorów, jeżeli istnieją dane zapamiętane w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru.

Korzystnie, po wykryciu braku połączenia do systemu zbiorów rozproszonych określa się typ żądanej operacji sy.st^emu zbiorów wykonanej na tym zbiorze, tworzy się żądany obiekt zbioru rejestracji zgodnie z typem żądanej operacji sy.s^emu zbiorów, przywołuje się procedurę modyfikacji przetwarzania dla zapisu żądanego obiektu zbioru rejestracji oraz zapisuje się żądany obiekt zbioru rejestracji przez wykonanie przetwarzania optymalizującego zapis dla specyficznego typu żądanej operacji systemu zbiorów.

Korzystnie, następnie zapamiętuje się utworzone odniesienie do obiektu systemu zbiorów w pamięci podręcznej syi^l^emu zbiorów, tworzy się dla każdego składnika ścieżki dostępu nazwę zbioru i dla każdego bezpośredniego potomka tego składnika ścieżki dostępu dodatkowe odniesienia do obiektu systemu zbiorów, po czym zapamiętuje ' się dodatkowe odniesienia do obiektu systemu zbioróww pamięci podręcznej systemu zbiorów.

176 975

Rozwiązanie według wynalazku umożliwia kontynuowanie pracy przez odłączonych użytkowników ze skutecznym uzgadnianiem po ponownym dołączeniu. Umożliwia utworzenie sysl^emu zbiorów rozproszonych użytkownika nadającego się do wykorzystania z licznymi protokołami systemu zbiorów rozproszonych, przy uniezależnieniu od syi^l^emu syntaktyki systemu operacyjnego przy rozróżnianiu obiektów bądź ścieżek dostępu.

Sposób według wynalazku objaśniono w oparciu o przykład wykonania przedstawiony na rysunku, na którym fig. 1 przedstawia środowisko sieci rozproszonej, fig. 2 - schemat blokowy stanowiska roboczego, fig, 3 - znany system zbiorów rozproszonych w postaci schematu blokowego, fig, 4 - schemat blokowy odmiany wykonania stanowiska roboczego użytkownika, fig. 5 - strukturę ' bufora danych, fig. 6 - schemat bloku zarządzania pamięcią buforową, a fig. 7 - sieć działań z etapami kroków przetwarzania.

Na figurze 2 przedstawiono schemat blokowy typowej konfiguracji stanowiska roboczego użytkownika lub serwera. Stanowiska robocze użytkownika i serwera połączone są za pośrednictwem sieci pierścieniowej (token ring) lub sieci LAN Ethernet w sposób przedstawiony na fig. 1 W skład stanowisk roboczych dołączonych do sieci LAN mogą wchodzić przenośne stanowiska robocze, jak na przykład Cl, które może być odłączane od sieci LAN i użytkowane, niezależnie od sieci LAN. Możliwe jest stosowanie wielu innych konfiguracji sprzętowej stanowiska roboczego bądź typów sieci LAN.

Typowe stanowisko 200 użytkownika lub serwera zawiera procesor 210, pamięć systemową 214 oraz pamięć nieulotną 212, na przykład napęd z dyskiem twardym, dyskietką lub optyczne urządzenie pamięciowe. Procesor 210 akceptuje wejście z urządzeń wejścia/wyjścia, na przykład klawiatury 224 i urządzenia wskazującego 226 poprzez sterownik 218. System informację graficzną przedstawia operatorowi na wyświetlaczu 222 sterowanym przez sterownik graficzny 220. Stanowisko robocze dołączone jest do sieci przez adapter 216 interfejsu sieciowego.

Program komputerowy może być przechowywany w pamięci nieulotnej 212, włącznie z- zapisem na taśmie, dyskietce, bądź urządzeniu pamięci tylko do odczytu z płytą kompaktową (CD-ROM).

Działanie znanych systemów ze zbiorami rozproszonymi opisano w odniesieniu do figury 3. Na fig. 3 przedstawiono stanowisko robocze użytkownika 302 oraz stanowisko robocze serwera 304, połączone interfejsem sieciowym 306. Żądanie z procesu 308 użytkownika konkretnego zbioru lub informacji o zbiorze rezydującym w pamięci dyskowej 390 przetwarzane jest w sposób opisany w następnym akapicie, przy czym należy zwrócić uwagę, że zarówno użytkownik 302, jak i serwer 304 zostały przydzielone do przestrzeni adresowej 310, 314 użytkownika i rdzeniowej przestrzeni adresowej 312, 316. Interfejsem między aplikacją i rdzeniem, znanym jako interfejs programu aplikacyjnego, bądź API - application program interface, jest interfejs VFS/vnode API. Możliwe jest również oczywiście wykorzystywanie innych interfejsów. Interfejs VFS/node umożliwia istnienie systemów wirtualnych zbiorów wielokrotnych. System zbiorów rozproszonych przechodzi w system zbiorów wirtualnych dla stanowiska roboczego użytkownika.

Proces 308 użytkownika żąda zbioru z danymi w urządzeniu pamięciowym 390. Żądanie 320jest przechwytywane przez interfejs VFS i przepuszczane do użytkownika 322 syi^temu zbiorów rozproszonych, rezydującego w rdzeniowej przestrzeni adresowej 312 użytkownika. Użytkownik systemu zbiorów rozproszonych zarządza komunikacją z serwerem poprzez sieć. Żądanie przekazywane jest w komunikacie 326 do serwera 324 systemu zbiorów rzoproszonych w rdzeniu 316 serwera za pośrednictwem sieci 306. Serwer 324 systemu zbiorów rozproszonych uzyskuje dostęp do urządzenia pamięciowego 390 przez wykorzystanie interfejsu 328 VFS w celu dostępu do lokalnego systemu zbiorów fizycznych serwera, który zawiera urządzenie 390. Żądane dane zostają pobrane i przechodzą 330 z serwera 324 systemów zbiorów rozproszonych do użytkownika 322 systemu zbiorów rozproszonych, który z kolei przenosi te dane do wysyłającego żądanie procesu 308 użytkownika.

il<6975

Użytkownik. 322 systemu zbiorów rozproszonych może włączyć bufor danych do danych buforowanych żądanych z serwera. Użytkownik systemu zbiorów rozproszonych sprawdzi pamięć buforującą na ważność danych przed zażądaniem tych danych z serwera.

Na figurze 4 przedstawiono schemat blokowy odmiany wykonania stanowiska roboczego użytkownika. Stanowisko robocze użytkownika dysponuje przestrzenią adresową 402 użytkownika i rdzeniową przestrzenią adresową 404. Korzystne jest, jeżeli udoskonalony blok zarządzający 406 pamięcią buforową pracuje w przestrzeni adresowej 402 użytkownika, lecz może być wprowadzony w rdzeniowej przestrzeni adresowej 404.

Programy 408, 410, 412, użytkownika wysyłają systemowe żądania 414, 416, 418. Program n użytkownika przedstawiono jako wykorzystujący system 414 zbiorów logicznych, który z kolei wysyła żądania odpowiednie dla interfejsu VFS/vnoders. Rozwiązanie według wynalazku może być wykorzystywane z dowolnym systemem zbiorów logicznych zgodnym z interfejsem VFS/vnode API, bądź w innych odmianach wykonania, zgodnych z dowolnym innym interfejsem API.

Interfejs VFS kieruje żądania systemu zbiorów do' bloku 406 zarządzenia pamięcią buforową. Blok 406 zarządzenia pamięcią buforową utrzymuje informację lokalną o systemach zbiorów rozproszonych, do których miał dostęp użytkownik. Jeżeli to możliwe, żądania systemu zbiorów są obsługiwane przez blok zarządzenia pamięcią buforową bez dostępu do serwera. Żądania systemu zbiorów mogą być zaspokajane przez blok zarządzenia pamięcią buforową, jeżeli żądana informacja znajduje się w buforze pamięciowym i jest jeszcze ważna. Poniżej opisano dokładniej blok 406 zarządzenia pamięcią buforową.

Żądania systemu zbiorów zaspokajane są przez blok 406 zarządzenia pamięcią buforową albo za pomocą danych rezydujących w pamięci buforowej, albo przez dostęp do lokalnego systemu zbiorów logicznych, albo z wykorzystaniem bloku dostępu 422 do systemu zbiorów rozproszonych. Blok zarządzenia pamięcią buforową przechowuje lokalne kopie zbiorów rozproszonych w lokalnym systemie zbiorów fizycznych dla zapewnienia szybkiego dostępu. Blok 422 dostępu systemu zbiorów rozproszonych wydaje niezbędne rozkazy do serwera 324 systemu zbiorów rozproszonych, jak to omówiono powyżej. W korzystnym wykonaniu buforuje się całe zbiory.

Blok 406 zarządzenia pamięcią buforową i blok 422 dostępu systemu zbiorów rozproszonych są niezależne od systemu operacyjnego i protokołu dostępu systemu zbiorów rozproszonych. Niezależność od systemu operacyjnego osiąga się przez stosowanie zdefiniowanych interfejsów. Stosowane interfejsy obejmują: interfejs VFS+/Vnodes dla operacji systemowych na zbiorach; interfejs stały, jak na przykład proponowany przez stałą strukturę IBM (SOMobjects persistance framework); lokalny interfejs systemu zbiorów LSI dla zbiorów buforowanych; różne protokoły systemu zbiorów rozproszonych; buforowy interfejs synchronizacyjny oraz interfejs odtwarzania rejestru. Blok zarządzenia pamięcią buforową nie jest zależny od jakiejkolwiek syntaktyki systemu operacyjnego. Nazwy zbiorów transformuje się tak, aby były niezależne od znaków separacyjnych składników nazwy zbioru, i uwzględnia się warunek nie zawierania przez nie znaków i słów zarezerwowanych. Rozróżnienie nazw ścieżek dostępu również jest uniezależnione do syntaktyki systemu operacyjnego. Tak więc konkretny obiekt systemu zbiorów może być wskazany przez dwa systemy operacyjne ze sprzecznymi regułami syntaktycznymi. Na przykład, blok 406 zarządzenia pamięcią buforową może być zastosowany do pracy z systemem operacyjnym IBM OS/2® lub ^^y^temem operacyjnym IBM AIX® lub z dowolnym innym systemem operacyjnym, przy niewielkich tylko modyfikacjach.

Blok zarządzenia pamięcią buforową jest niezależny od protokołu systemu zbiorów rozproszonych. Blok 422 dostępu systemu zbiorów rozproszonych może mieć dostęp do zdalnych serwerów przy wykorzystaniu serwera albo serwera DCE albo oprogramowania IBM LAN Server. Przy niewielkich modyfikacjach można wykorzystywać inne protokoły zdalnego dostępu do zbiorów. Mechanizm synchronizacyjny i mechanizm odtwarzania zapisu rejestru służą do operowania zadaniami uzależnionymi od protokołu.

Blok 406 zarządzenia pamięcią buforową utrzymuje bufor 409 użytkownika. W połączeniu z buforem 409 blok zarządzenia pamięcią buforową przechowuje informację 410

176 975 o zawartości i rejestr 412 modyfikacji. Informacja 410 o zawartości zawiera informację o systemach zbiorów dostępnych dla stanowiska roboczego użytkownika za pośrednictwem bloku zarządzenia pamięcią buforową. W korzystnym wykonaniu zdalne systemy zbiorów dołączone są do użytkowników zawartością bloku. Każdy blok zawartości ma wejście do jego zawartości w informacyjnej bazie danych zwartości. Tak więc, zdalny system zbiorów będzie dołączony do stanowiska roboczego użytkownika albo przez system zbiorów typu Unix albo jako litera oznaczająca napęd DCE. Cała informacja o zdalnym systemie zbiorów i jego status ssą przechowywane w -informacyjnej bazie 410 danych o zawartości. Do jednego użytkownika może być równocześnie dołączonych kilka zdalnych systemów zbiorów.

Strukturę bufora 409 danych przedstawiono bardziej szczegółowo na figurze 5. Bufor 409 zaopatrzony jest w pojedynczy bufor dla nazwy ścieżki dostępu, danych obiektowych systemu zbiorów i informacji o statusie obiektu systemu zbiorów. Bufor utrzymywany jest w postaci stałej sterty, to znaczy jest periodycznie zapisywany do pamięci nieulotnej, z której może być odtworzony w razie zaniku zasilania lub błędu systemu. Pojedynczy scalony bufor zmniejsza ogólne zapotrzebowanie na pamięć buforową zwiększając sprawność buforowania. Ten pojedynczy bufor wymaga tylko jednej tablicy przewodniej zamiast trzech występujących w znanych systemach. Całe przetwarzanie buforowe może być wprowadzone w pojedynczym zestawie kodu, który mieści różne typy obiektów systemu zbiorów zamiast tradycyjnego mechanizmu oddzielnych kodów dla każdego typu bufora. Buforowany obiekt systemu zbiorów przedstawiono ogólnie jako 502. Obiekt 502 systemu zbiorów wykorzystywany jest przy pracy bloku zarządzenia pamięcią buforową zarówno w stanie dołączenia, jak i odłączenia.

Obiekt 502 systemu zbiorów stanowi strukturę danych zawierającą informację niezbędną dla dostępu do zdalnego zbioru lub buforowanej lokalnej kopii zbioru zdalnego. Pozycja obiektowa systemu zbiorów tworzona jest w buforze dla każdego zdalnego wywołania przez stanowisko robocze klienta zdalnego zbioru lub katalogu. Obiekt systemu zbiorów zawiera identyfikator 504 VFS+/vnode i identyfikator zbioru 506. Identyfikator 506 zbioru obejmuje blok zawartości, serwer i dane zbioru. Identyfikator 504 VFS+/vnode zawiera informację zdefiniowaną przez znormalizowany opis interfejsu VFS/Vnodes. Włączenie tej informacji umożliwia pełną współpracę z wszystkimi interfejsami VFS/Vnode. Zgodnie z wynalazkiem przyłącza się do struktury danych informację dodatkową dla umożliwienia rozszerzonego buforowania i pracy w rozłączeniu. Pozycja 508 dotycząca bloku masowego (zawartości) stanowi wskaźnik na pozycję 545 bloku w informacyjnej bazie 410 - danych początku, do której należy zbiór. Zmienna 510 stanu i struktura 512 stanu utrzymywane są w celu zapewnienia danych informacji o statusie bufora. W środowisku zorientowanym obiektowo struktura stanu jest wprowadzana z użyciem narzędzi, na przykład w języku programowania C+ + , jako klasa obiektów. Struktura stanu dla konkretnego systemu operacyjnego, na przykład OS/2 lub AIX, zdefiniowana jest przed utworzeniem subklasy w klasie struktur stanu. Subklasa powinna zastępować zawartość klasy struktur statusu dokładną zawartością niezbędną dla określenia statusu zbioru.

Obiekt systemu zbiorów zachowuje informację 514 o spójności buforowania. Informacja ta jest wykorzystywana do zapewnienia zgodności między buforem a serwerem i replikami w serwerze. Wykaz list kontrolnych dostępu (ACL) 516 określa zezwolenia na dostęp do systemu zbiorów i modyfikację zgodnie z normą POSIX® IEEE. Pozostała informacja flagowa przechowywana jest w pozycji 518. Wartość stanu złożenia jest przechowana w pozycji 520 jako wskaźnik 522 parzystości i informacja 524 o priorytetach. Każdy obiekt systemu zbiorów ma przydzielony priorytet, wykorzystywany przy określaniu, który obiekt należy-usunąć dla zrobienia miejsca dla obiektów nowych.

Dostęp do systemu zbiorów odbywa się za pośrednictwem wskaźnika 526 zbioru/katalogu/łącznika symbolicznego. Wskaźnik ten zapewnia dostęp do trzech różnych typów danych buforowanych zależnie od - typu obiektu systemu zbiorów. Obiekt systemu zbiorów w -przypadku zbioru danych będzie miał wskaźnik do zbuforowanego zbioru 540, który z kolei wskazuje na kopię lokalnego zbuforowanego zbioru danych w lokalnym systemie 420

176 975 zbiorów. Przy każdorazowym żądaniu informacji o katalogu, w przypadku dowolnego katalogu, zwracany jest ten katalog i wszystkie jego katalogi bezpośrednio potomne. Zmniejsza to ilość nietrafień przy buforowaniu ze względu na duże prawdopodobieństwo żądania informacji o jednym lub więcej potomkach katalogu bezpośrednio po żądaniu informacji z katalogu nadrzędnego. Bufor katalogów 542 zapewnia informację niezbędną do rozróżniania nazw, to znaczy odwzorowania żądania ścieżki dostępu do konkretnego zbioru danych. Na koniec, wskaźnik 526 może wskazywać na informację o buforowanym połączeniu symbolicznym 544. Ta informacja umożliwia rozróżnienie połączeń symbolicznych.

W pozycji 528 przewiduje się prowadzenie pozycji wejściowych dla różnych liczników, blokad i uchwytów oraz w pozycji 532 wskaźnika statusu kasowania. Wskaźnik 532 statusu kasowania jest ważny dla pracy w rozłączeniu i wykorzystywany jest do sygnabzacji statusu uzgodnienia.

Należy zauważyć, że nazwa obiektu systemu zbiorów nie włączona w strukturę 502. Umożliwia to bezkonfliktowe odwoływanie się do obiektu systemu zbiorów z różnych zestawów nazw obiektowych. Każdy obiekt systemu zbiorów może mieć wielokrotnych przodków. Każdy przodek może pasować do innej konwencji nazewniczej, na przykład zasad nazewnictwa grupy zarządzania obiektowego - Management Group (OMG), lub zasady według ΑΙΧ, OS/2 lub innego systemu operacyjnego. Tak więc konkretny zbiór empoyeejist może być dostępny z OS/2 jako c:\employee_list a z ΑΊΧ jako /usr/employee_list.

Blok 406 zarządzenia pamięcią buforową umożliwia zarówno pracę w połączeniu, jak i w warunkach odłączenia. Przy pracy w połączeniu blok 406 zarządzenia pamięcią buforową zaspokaja żądania systemu zbiorów dotyczące pamięci buforowej lub, w razie potrzeby, również dostęp do zbiorów zdalnych. Przy rozłączeniu, blok zarządzenia pamięcią buforową zaspokaja żądania dotyczące pamięci buforowej i prowadzi rejestr 546 modyfikacji dla wszystkich modyfikacji systemu zbiorów.

Na figurze 6 przedstawiono schemat bloku zarządzenia pamięcią buforową. Jest on przeznaczony do zastosowania z systemem operacyjnym IBM OS/2. Żądania systemu zbiorów generowane są przez system jako rozkazy doscalls 602. Wszystkie żądania systemu zbiorów obsługiwane są przez system 604 zbiorów IFS. System zbiorów może zawierać na przykład, system 606 zbioru FAT wspólny dla systemów DOS, bądź system 608 zbioru HPFS OS/2. W środowisku LAN, blok 610 żądań występuje jako inny system zbiorów, w którym w celu umożliwienia działania, następuje przepuszczanie dostępów do zbiorów do serwera LAN. Blok zarządzenia pamięcią buforową może być zestawiany jako inny typ systemu 612 zbiorów. Wszystkie dostępy zdalne systemu zbiorów przepuszczane są do bloku 612 zarządzenia pamięcią buforową. Blok zarządzenia pamięcią buforową sprawdza pamięć buforową 614 w przestrzeni adresowej użytkownika w celu określenia, czy żądana informacja była buforowana. Jeżeli tak, to informacja jest przekazywana do aplikacji, w razie potrzeby włącznie z udostępnieniem bądź modyfikacją zbuforowanych danych przechowywanych w lokalnym systemie zbiorów 606 lub 608. W razie nieznalezienia żądanie 615 jest przekazywane do bloku żądań 610 sieci LAN powodując jego dostęp do niezbędnych danych w serwerze LAN. Po nadejściu danych zdalnych, umieszczone zostają one w buforze, na wypadek przyszłych odwołań.

Na figurze 7 przedstawiono sieć działań przetwarzania w przypadku rozkazów zapisu do zbiorów. Inne rozkazy systemu zbiorów przetwarzane są podobnie. Rozkaz rozpoczyna się w etapie 702 wydaniem rozkazu zapisu zbioru w etapie 704. Blok zarządzenia pamięcią buforową dokonuje sprawdzenia w etapie 706 dla ustalenia, czy żądany zbiór znajduje się w pamięci buforowej. Jeżeli tak, to następuje aktualizacja w etapie 708 kopii zbioru w buforze. Następnie odbywa się sprawdzenie w etapie 710, czy blok zawartości jest aktualnie dołączony. Status dołączenia jest przechowywany w informacyjnej bazie 410 danych bloku zawartości. Jeżeb blok zawartości jest dołączony, to zmiana podlega propagacji wstecznej do serwera w etapie 712 i przetwarzanie się kończy w etapie 722. Jeżeli blok zawartości nie jest dołączony, to zmiana zostaje zapisana w etapie 714 w rejestrze modyfikacji i przetwarzanie się kończy w etapie 722.

176 975

Jeżeli żądanego zbioru nie ma w pamięci buforowej, to blok zarządzenia pamięcią buforową sprawdza w etapie 716 czy żądany blok zawartości jest dołączony, czy nie. Jeżeli jest dołączony, to następuje w etapie 718 żądanie zbioru z systemu zbiorów zdalnych, umieszczenie ich w pamięci buforowej i dalej przetwarzanie jest kontynuowane w etapie 708. Jeżeli blok zawartości nie jest dołączony, to następuje w etapie 720 zwrócenie do aplikacji sygnału błędu.

Notowanie modyfikacji (na przykład w etapie 714) w rejestrze 546 modyfikacji odbywa się przez rejestrację obiektów. Obszar problemowy reprezentowany jest przez klasę rejestracyjną modyfikacji użytkownika i oddzielną klasę dla każdego z innych typów rejestrowanych transakcji. Dla każdego typu operacji określany jest inny obiekt, na przykład może on występować dla zapisu zbioru, tworzenia zbioru, usuwania zbioru. Kiedy blok zarządzania pamięcią buforową w etapie 714 dokonuje rejestracji zmiany w trybie pracy z odłączeniem, to tworzony jest typ obiektu rejestrowanego odpowiadający żądanej operacji, na przykład zapisu zbioru. Wywołuje się metodę rejestracji odpowiednią do wprowadzania obiektu do rejestru. Metody rejestrowania obejmują metody kompresji i optymalizacji rejestru w celu jego ponownego odtworzenia. Notowanie w rejestrze konkretnego obiektu może powodować usunięcie obiektu uprzednio zarejestrowanego. Na przykład, kiedy zbiór jest tworzony i następnie usuwany, to obiekt dotyczący usunięcia zbioru spowoduje usunięcie pozycji rejestru dotyczącej tworzenia zbioru, pewną pozycję dotyczącą modyfikacji zbioru i następnie wyjście bez zamieszczenia w rejestrze pozycji odnoszącej się do usunięcia. To zapewnia, że synchronizacja bufora z systemem zbiorów zdalnych przy ponownym dołączeniu będzie przebiegała szybko i sprawnie. Informacja zawarta w zapisanych w rejestrze obiektach eliminuje konieczność przetwarzania lub kompresji rejestru przed odtworzeniem.

176 975

Fig.3

Stan techniki

176 975

ο ο

Fig.4

176 975

Lokalny system zbiorów

420

Fig.5

176 975

Serwer

Fig.6

176 975

(koniec)

722

Fig.7

176 975

NET

200

Ρ

210

NV

212

ΜΕΜ

214

l/O 218		GRAPH 220
'		·**

216

7ZL □□□□□□□□□□□□ □□□□□□□□□□□□ □□□□□□□□□□□□

224

f
	222
	)

FIG. 2

Departament Wydawnictw UP RP. Nakład 70 egz. Cena 4,00 zł.

Claims

Zastrzeżenia patentowe

1. Sposób skutecznego buforowania zbiorów w systemie zbiorów rozproszonych, w którym system komputerowy użytkownika jest sterowany przez system operacyjny dla wykonywania żądania systemu operacyjnego obejmującego jedną z wielu operacji systemu zbiorów jako żądaną operację systemu zbiorów oraz obejmującego nazwę zbioru z systemu zbiorów rozproszonych, znamienny tym, że po przyjęciu żądania systemu operacyjnego usuwa się z nazwy zbioru, zależnego od systemu operacyjnego, składnię separatora dla utworzenia odniesienia do obiektu systemu zbiorów, sprawdza się pamięć podręczną systemu zbiorów w układach pamięci systemu komputerowego użytkownika na obecność obiektu systemu zbiorów, przy czym obiekt systemu zbiorów zawiera informację zezwalającą na dostęp do zbioru w systemie zbiorów rozproszonych i na dostęp do danych potencjalnie zapamiętanych w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru w pamięci podręcznej systemu zbiorów, następnie wybiera się jeden z wielu potencjalnych protokołów systemu zbiorów rozproszonych i, jeżeli nie ma danych zapamiętanych w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru, a jest połączenie do systemu zbiorów rozproszonych, żąda się danych tego zbioru oraz zapamiętuje się te dane jako dane zapamiętane z lokalnej pamięci podręcznej, po czym wykonuje się żądaną operację systemu zbiorów, jeżeli istnieją dane zapamiętane w lokalnej pamięci podręcznej dla tego zbioru.
2. Sposób według zastrz. 1, znamienny tym, że po wykryciu braku połączenia do systemu zbiorów rozproszonych określa się typ żądanej operacji systemu zbiorów wykonanej na tym zbiorze, tworzy się żądany obiekt zbioru rejestracji zgodnie z typem żądanej operacji systemu zbiorów, przywołuje się procedurę modyfikacji przetwarzania dla zapisu żądanego obiektu zbioru rejestracji oraz zapisuje się żądany obiekt zbioru rejestracji przez wykonanie przetwarzania optymalizującego zapis dla specyficznego typu żądanej operacji systemu zbiorów.
3. Sposób według zastrz. 1 albo 2, znamienny tym, że zapamiętuje się utworzone odniesienie do obiektu systemu zbiorów w pamięci podręcznej systemu zbiorów, tworzy się dla każdego składnika ścieżki dostępu nazwę zbioru i dla każdego bezpośredniego potomka tego składnika ścieżki dostępu dodatkowe odniesienia do obiektu systemu zbiorów, po czym zapamiętuje się dodatkowe odniesienia do obiektu systemu zbiorów w pamięci podręcznej systemu zbiorów.