JPH04148225A - ファイルアクセス制御方式および装置 - Google Patents
ファイルアクセス制御方式および装置Info
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- JPH04148225A JPH04148225A JP2270226A JP27022690A JPH04148225A JP H04148225 A JPH04148225 A JP H04148225A JP 2270226 A JP2270226 A JP 2270226A JP 27022690 A JP27022690 A JP 27022690A JP H04148225 A JPH04148225 A JP H04148225A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 121
- 239000000126 substance Substances 0.000 claims 1
- 230000006854 communication Effects 0.000 abstract description 16
- 238000004891 communication Methods 0.000 abstract description 12
- 230000036316 preload Effects 0.000 description 26
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 13
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 5
Landscapes
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
本発明は、ファイルアクセス制御方式および装置に関し
、さらに詳しくは、ファイルアクセスの発生前にファイ
ル内容をキヤ・ソシュメモリにロードすることにより第
1回目のファイルアクセスから高速アクセスを可能とし
たファイルアクセス制御方式およびそのファイルアクセ
ス制御方式を実施するファイルアクセス制御装置に関す
る。
、さらに詳しくは、ファイルアクセスの発生前にファイ
ル内容をキヤ・ソシュメモリにロードすることにより第
1回目のファイルアクセスから高速アクセスを可能とし
たファイルアクセス制御方式およびそのファイルアクセ
ス制御方式を実施するファイルアクセス制御装置に関す
る。
メモリアクセスを高速化するための技術としてキャッシ
ュメモリの技術が知られている。その概要は次の通りで
ある。 メモリを、高速小容量のメモリ(キャッシュメモリ)と
、中低速大容量のメモリ(主記憶やディスク)の階層構
造とし、データは基本的に中低速大容量のメモリに記憶
する。データを読み出すための第1回目のアクセス要求
があると、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモ
リから読み出すが、この時に、そのデータの前後のデー
タも含めたデータ群(ブロック)を中低速大容量のメモ
リから高速小容量のメモリに複写しておく。データを読
み出すための第2回目のアクセス要求があると、そのデ
ータが高速小容量のメモリに複写されているか調べ、複
写されていれば、そこから読み出す。複写されていなけ
れば、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモリか
ら読み出し、その時に、そのデータを含むブロックを中
低速大容量のメモリから高速小容量のメモリに複写する
。 第3回目以後のアクセス要求があった時も同様である。 アクセス要求が発生したデータの近辺のデータに続いて
アクセス要求が発生する可能性が高いので、上記制御に
より高速小容量のメモリからデータを読み出す確率が高
くなり(すなわち、中低速大容量のメモリからデータを
読み出す回数が少なくなり)−全体として見るとメモリ
アクセスを高速化できるようになる。 このようなキャッシュメモリの技術については、例えば
「オペレーティングシステム/岩披講座ソフトウェア科
学」の400頁〜406頁に記載されている。
ュメモリの技術が知られている。その概要は次の通りで
ある。 メモリを、高速小容量のメモリ(キャッシュメモリ)と
、中低速大容量のメモリ(主記憶やディスク)の階層構
造とし、データは基本的に中低速大容量のメモリに記憶
する。データを読み出すための第1回目のアクセス要求
があると、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモ
リから読み出すが、この時に、そのデータの前後のデー
タも含めたデータ群(ブロック)を中低速大容量のメモ
リから高速小容量のメモリに複写しておく。データを読
み出すための第2回目のアクセス要求があると、そのデ
ータが高速小容量のメモリに複写されているか調べ、複
写されていれば、そこから読み出す。複写されていなけ
れば、読み出し対象のデータを中低速大容量のメモリか
ら読み出し、その時に、そのデータを含むブロックを中
低速大容量のメモリから高速小容量のメモリに複写する
。 第3回目以後のアクセス要求があった時も同様である。 アクセス要求が発生したデータの近辺のデータに続いて
アクセス要求が発生する可能性が高いので、上記制御に
より高速小容量のメモリからデータを読み出す確率が高
くなり(すなわち、中低速大容量のメモリからデータを
読み出す回数が少なくなり)−全体として見るとメモリ
アクセスを高速化できるようになる。 このようなキャッシュメモリの技術については、例えば
「オペレーティングシステム/岩披講座ソフトウェア科
学」の400頁〜406頁に記載されている。
上記従来のキャッシュメモリの技術では、第1回目のメ
モリアクセスについては、そのアクセス要求が発生した
時に、ブロックを中低速大容量のメモリから高速小容量
のメモリに必ず複写するため、むしろアクセス時間が余
計にかかってしまう問題点がある。 そこで、本発明の目的は、第1回目のアクセスをも含め
てファイルアクセスを高速化することが出来るファイル
アクセス制御方式およびファイルアクセス制御装置を提
供することにある。
モリアクセスについては、そのアクセス要求が発生した
時に、ブロックを中低速大容量のメモリから高速小容量
のメモリに必ず複写するため、むしろアクセス時間が余
計にかかってしまう問題点がある。 そこで、本発明の目的は、第1回目のアクセスをも含め
てファイルアクセスを高速化することが出来るファイル
アクセス制御方式およびファイルアクセス制御装置を提
供することにある。
第1の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式を提供する。 第2の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式を提
供する。 第3の観点では、本発明は、階層ディレクトリ構造をも
ち且つカレントディレクトリの変更処理を有するファイ
ルシステムにおいて、カレントディレクトリの変更処理
要求が発生した後、変更後のカレントディレクトリ下の
ファイルに対してアクセスする処理要求が発生する前に
、前記カレントディレクトリの変更処理要求で指定され
た新たなカレントディレクトリ下の全部または一部のフ
ァイルの管理情報を、ファイル記憶手段からキャッシュ
メモリにロードすることを特徴とするファイルアクセス
制御方式を提供する。 第4の観点では、本発明は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段と、そのファイル記憶手段よりも高速
アクセス可能なキャッシュメモリと、そのキャッシュメ
モリに対する制御を行うキャッシュ制御手段とを有する
と共に、ファイルに対するアクセスを可能にする処理と
、ファイルに対してアクセスする処理とを別個に行うフ
ァイルアクセス制御装置において、ファイルに対してア
クセスする処理を実行する際にそのファイルのどの部分
がアクセスされたかのファイルアクセス履歴を記録する
ファイルアクセス履歴記憶手段と、ファイルに対するア
クセスを可能にする処理要求が発生した後、そのファイ
ルに対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記
ファイルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイ
ルの一部を、ファイル記憶手段がらキャッシュ制御手段
を介してキャッシュメモリにロードするプレロード手段
とを具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装
置を提供する。
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式を提供する。 第2の観点では、本発明は、ファイルに対するアクセス
を可能にする処理を行った後、ファイルに対してアクセ
スする処理を行うファイルアクセス制御方式において、
ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式を提
供する。 第3の観点では、本発明は、階層ディレクトリ構造をも
ち且つカレントディレクトリの変更処理を有するファイ
ルシステムにおいて、カレントディレクトリの変更処理
要求が発生した後、変更後のカレントディレクトリ下の
ファイルに対してアクセスする処理要求が発生する前に
、前記カレントディレクトリの変更処理要求で指定され
た新たなカレントディレクトリ下の全部または一部のフ
ァイルの管理情報を、ファイル記憶手段からキャッシュ
メモリにロードすることを特徴とするファイルアクセス
制御方式を提供する。 第4の観点では、本発明は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段と、そのファイル記憶手段よりも高速
アクセス可能なキャッシュメモリと、そのキャッシュメ
モリに対する制御を行うキャッシュ制御手段とを有する
と共に、ファイルに対するアクセスを可能にする処理と
、ファイルに対してアクセスする処理とを別個に行うフ
ァイルアクセス制御装置において、ファイルに対してア
クセスする処理を実行する際にそのファイルのどの部分
がアクセスされたかのファイルアクセス履歴を記録する
ファイルアクセス履歴記憶手段と、ファイルに対するア
クセスを可能にする処理要求が発生した後、そのファイ
ルに対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記
ファイルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイ
ルの一部を、ファイル記憶手段がらキャッシュ制御手段
を介してキャッシュメモリにロードするプレロード手段
とを具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装
置を提供する。
上記第1の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第1回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に、キャッシュメモリにファイルの内容が複写され
ているので、第1回目のファイルへのアクセス処理でも
ヒツトする可能性があり、ファイルアクセスを高速化し
うる。 上記第2の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第1回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に行うキャッシュメモリへのファイノー内容の複写
を、ファイルのアクセス履歴に基づいて行うため、第1
回目のファイルへのアクセス処理でヒツトする確率が高
くなり、ファイルアクセスをより高速化しつる。 上記第3の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、カレントディレクトリの変更時に、次に必要に
なると推定されるファイル管理情報をキャッシュメモリ
に先読みするので、カレントディレクトリの変更後の第
1回目のファイルへのアクセスを高速化しうる。 上記第4の観点による本発明のファイルアクセス制御装
置は、上記第2の観点のファイルアクセス制御方式を好
適に実施しうる。
式では、第1回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に、キャッシュメモリにファイルの内容が複写され
ているので、第1回目のファイルへのアクセス処理でも
ヒツトする可能性があり、ファイルアクセスを高速化し
うる。 上記第2の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、第1回目のファイルへのアクセス処理が発生す
る前に行うキャッシュメモリへのファイノー内容の複写
を、ファイルのアクセス履歴に基づいて行うため、第1
回目のファイルへのアクセス処理でヒツトする確率が高
くなり、ファイルアクセスをより高速化しつる。 上記第3の観点による本発明のファイルアクセス制御方
式では、カレントディレクトリの変更時に、次に必要に
なると推定されるファイル管理情報をキャッシュメモリ
に先読みするので、カレントディレクトリの変更後の第
1回目のファイルへのアクセスを高速化しうる。 上記第4の観点による本発明のファイルアクセス制御装
置は、上記第2の観点のファイルアクセス制御方式を好
適に実施しうる。
以下、本発明の実施例を図面を参照して説明する。なお
、これにより本発明が限定されるものではない。 第1図は、本発明の第1実施例のファイルアクセス制御
装置を含む計算機システムの構成図である。 ワークステーション120は、CPU121と。 主記憶122と1通信制弾装ft123とを含み、通信
線130を介してファイルサーバ110とっながってい
る。 ファイルサーバ110は、CPUIIIと、主記憶11
2と、キャッシュ制御装置113と、キャッシュメモリ
114と、ディスク装置115と。 キャッシュ制御袋!116と、キャッシュメモリ117
と、ディスク装置118と1通信f811m装置119
とを含んでいる。 前記ディスク装置115は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段である。ファイルの実体は、第2図に
示すように、複数のブロックに分けて管理されている。 前記ディスク装W1118は、ファイルへのアクセス履
歴を格納するファイルアクセス履歴記憶手段である。フ
ァイルアクセス履歴は、第3図に示すように、あるアプ
リケーションプログラムがアクセスした各ファイルにつ
いて、アクセスしたブロック順を記録したものである。 第4図(a )(b )はワークステーション120の
O8(オペレーティングシステム)におけるファイル処
理関係部分の処理の流れ図である。(a)の処理は、ア
プリケーションプログラムからのOSコールにより起動
される。(b)の処理は、割込要求の発生により起動さ
れる。なお、説明の都合上、O8としてUNIXライク
なシステムを想定する。 ステップ211では、アプリケーションプログラムから
O8への処理要求がファイルサーバ110への処理要求
であるか否かを判定する。ファイルサーバ110への処
理要求であれば、ステップ212へ進む。ファイルサー
バ110への処理要求でなければ、ステップ214へ進
む。 ステップ212では、ファイルサーバ110への命令、
データを、通信手段1231通信線130、通信手段1
19を介して、ファイルサーバ110へ転送する。 ステップ213では、ファイルサーバ110からの割込
要求を待つ状態とする。 一方、ステップ214では、要求された処理を行う。 そして、他の処理に移行する。 ステップ221では、割込要求がファイルサーバ110
からのものか判定する。ファイルサーバ110からの割
込要求なら、ステップ222へ進む。ファイルサーバ1
10以外からの割込要求なら、ステップ224へ進む。 ステップ222では、ファイルサーバ110からデータ
を受信し、アプリケーションプログラムに転送する。 ステップ223では、ファイルサーバ110からの割込
要求を待つ状態を解除する。 一方、ステップ224では、要求された割込処理を行う
。 そして、他の処理に移行する。 第5図は、ファイルサーバ110における処理の構成図
である。 すなわち、ファイルサーバ110における処理は、通信
処理41と、命令受付処理42と、処理本体43と、デ
ィスクアクセス処理44と、終了通知処理45とから構
成されている。 通信処理41は、ワークステーション120との通信を
司っている。 命令受付処理42は、通信処理41から命令。 データを受は取り、処理プロセスを生成して、キュー4
6の処理要求キュー46aにつなぐ。キュー46につい
ては後で詳しく説明する。 処理本体43は、キュー46の処理要求キュー46aか
ら処理プロセスを顧に取り出し、ディスクアクセス処理
44を介して処理を実行する。また、処理の実行結果を
ディスクアクセス処理44から受取り、終了通知処理4
5に渡す。 さらに、処理プロセスがファイルのopen処理のとき
は、そのopen処理要求を出したアプリケーションプ
ログラムとopen対象のファイルとに対応するファイ
ルアクセス履歴を参照し、記録されているブロックをプ
レロードする( read処理やwrite処理の要求
が発生する前にキャッシュメモリ114にロードしてお
くことをプレロードと呼ぶ)ために、プレロードプロセ
スを生成して、キュー46のプレロード要求キュー46
bにつなぐ。 さらにまた、キュー46のプレロードキュー46bから
プレロードプロセスを順に取り出し、プレロードする。 この処理本体43については、第7図を参照して、後で
さらに詳しく説明する。 ディスクアクセス処理44は、キャッシュ制御装置11
3,116を介して、キャッシュメモリ114、ディス
ク装置115.キャッシュメモリ117、ディスク装置
118に対してアクセスを行う。 終了通知処理45は、処理本体43から処理の実行結果
を受取り、通信処理41を介して、ワークステーション
120に終了を通知する(割込要求を出す)。 第6図は、キュー46の構造を示す概念図である。 キュー46は、処理要求キュー46aと、プレロード要
求キュー46bとからなる。 処理要求キュー46aは、ワークステーション120か
らの処理要求の処理プロセスをFIFO方式でキューイ
ングしている。処理プロセスは、ワークステーション1
20からの命令、データ。 −求プロセスIDを含んでいる。 プレロード要求キュー46bは、プレロードプロセスを
FILO方式でキューイングしている。 プレロードプロセスは、プレロード対象のファイルのフ
ァイルディスクリブタ(ファイルの状態を記録したテー
ブルであって、ファイルのopenからcloseまで
存在する)と、プレロード対象のブロック番号をつない
だブロックキューの先頭を指すキューヘッダとを含んで
いる。 第7図は、処理本体43の処理の流れ図である。 ステップ601では、初期処理を行う。 ステップ602では、処理要求キュー46aに処理プロ
セスがあるか判定する。処理プロセスがあれば、ステッ
プ620に進む。処理プロセスがなければ、ステップ6
10に進む。 ステップ610では、プレロードキュー46bにプレロ
ードプロセスがあるか判定する。プレロードプロセスが
あれば、ステップ611に進む。 プレロードプロセスがなければ、前記ステップ602に
戻る。 システムの立上がり時は、キュー46は空であり、前記
ステップ602と610とを繰り返している。ファイル
のopen処理要求が発生すると、ステップ602から
ステップ620に進む。 ステップ620では、処理要求キュー46aから処理プ
ロセスを取り出す。 ステップ621では、open処理か否かを判定する。 open処理なら、ステップ631に進む。 open処理でないなら、ステップ622に進む。 最初はopen処理であり、ステップ631に進む。 ステップ631では、open処理を行う。すなわち、
0pen対象のファイルのファイルディスクリブタを生
成し、ファイル内のブロック番号をディスク内のブロッ
ク番号に変換するテーブル(いわゆるiノード)を読み
込み、ファイルディスクリブタの番号を、終了通知処理
45および通信処理41を介して、ワークステーション
120に通知する。 ステップ632では、キャッシュ制御機構116を介し
てキャッシュメモリ117またはディスク装置118に
アクセスして、open処理要求を出したアプリケーシ
ョンプログラムとopen対象のファイルとに対応する
ファイルアクセス履歴を読み出す。例えば、アプリケー
ションAでのファイルaに対する。pen処理の場合、
第3図に示すように、#1.#3.#2.#4の順(こ
れは過去におけるアプリケーションAでのファイルaに
対するアクセスの順である)でブロック番号が読み出さ
れる。この読み出したブロック番号の順序のブロックキ
ューを作り、その先頭を指すキューヘッダをファイルデ
ィスクリブタに結合し、プレロードプロセスとする。そ
のプレロードプロセスをFILO方式でプレロード要求
キュー46bにキューイングする。そして、前記ステッ
プ602に戻る。 ステップ602に戻って、処理要求キュー46aに処理
プロセスがなければ、ステップ610に進むが、今度は
プレロード要求キュー46bにプレロードプロセスがあ
るので、ステップ611に進む。 ステップ611では、プレロード処理を行う。 すなわち、キャッシュ制御装置113を介してディスク
装置115にアクセスし、プレロードプロセスが指すフ
ァイルのブロックを読み出して、キャッシュメモリ11
4にロードする。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのread処理要求が発生すると、ステップ
602→ステツプ620→ステツプ621→ステツプ6
22と進む。 ステップ622では、read処理か否かを判定する。 read処理なら、ステップ641に進む。 read処理でないなら、ステップ623に進む。 今はread処理であり、ステップ641に進む。 ステップ641では、read処理を行う。すなわち、
read対象のデータをキャッシュ制御機構113を介
して読み込み、終了通知処理45および通信処理41を
介して、そのデータをワークステーション120に伝え
る。このとき、read対象のデータは、既にキャッシ
ュメモリ114にプレロードされているブロックに含ま
れる確率が高いから(この確率を高くするように過去の
ファイルアクセス履歴を参照して前記ステップ611で
プレロードした)から、第1回目のread処理でも高
速アクセスが可能となる。もし、read対象のデータ
が未だキャッシュメモリ114にロードされていなけれ
ば、キャッシュ制御機構113は、従来と同様のキャッ
シュ制御により、ディスク装置115からデータを読み
出すと共に、そのデータを含むブロックをキャッシュメ
モリ114に複写する。そして、そのブロックについて
のプレロードプロセスがプレロード要求キュー46bに
残っておれば、それを削除する。 ステップ642では、アプリケーションプログラムとr
ead処理の対象となったファイルとに対応させて、r
ead処理の対象となったデータを含むブロック番号を
、キャッシュ制御装置116を介して、ディスク装置[
118に書き込み、最新ののファイルアクセス履歴とし
て保存する。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのwrite処理要求が発生すると、ステッ
プ602→ステツプ620→ステツプ621→ステツプ
622→ステツプ623と進む。 ステップ623では、Write処理か否かを判定する
。write処理なら、ステップ651に進む。wri
te処理でないなら、ステップ624に進む。今はwr
ite処理であり、ステップ651に進む。 ステップ651では、write処理を行う。すなわち
、write対象となったデータを、キャッシュ制御機
構113を介して、ディスク装置115に書き込む。 ステップ652では、アプリケーションプログラムとw
rite処理の対象となったファイルとに対応さ釘、w
rite処理の対象となったデータを含むブロック番号
を、キャッシュ制御装置116を介して、ディスク装置
118に書き込み、最新のファイルアクセス履歴として
保存する。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのclose処理要求が発生すると、ステッ
プ602→ステップ620−ステップ621→ステツプ
622→ステツプ623→ステツプ624と進む。 ステップ624では、close処理か否かを判定する
。close処理なら、ステップ661に進む。clo
se処理でないなら、前記ステップ602に戻る。今は
close処理であり、ステップ661に進む。 ステップ661では、close処理を行う。また、C
l0se対象となったファイルのブロックについてのプ
レロードプロセスを削除する。 ステップ662では、同じアプリケーションがこのファ
イルのopen処理要求を次に発生した時に、どのブロ
ックをプレロードするかのパターンを決定し、それを次
のプレロードのためのファイルアクセス履歴として、キ
ャッシュ制御装置116を介し、ディスク装置118に
書き込む。そして、前記ステップ602に戻る。 前記パターン決定のアルゴリズムを例示すれば、次のよ
うなものが挙げられる。 すなわち、今度のアクセス前のファイルアクセス履歴が
#1. #3. #2. #4. #6. #7゜
#5だったとし、今度のアクセスの間に作成した最新の
ファイルアクセス履歴が#3.#4.#4゜#3.#3
.#5.#5.#5だったとすると、今度のアクセス前
のファイルアクセス履歴の前に最新のファイルアクセス
履歴を置き、重複を除いて、#3. #4. #5.
#1. #2. #6. #7を、次のプレロー
ドのためのパターンとする。 上記第1実施例のファイルアクセス制御装置を含む計算
機システムによれば、ファイルのopenの後、プレロ
ードによりキャッシュメモリ114にファイルの所定の
ブロックが複写されているため、あるアプリケーション
プログラムか、過去のアクセス順序と同じ順序でファイ
ルのデータをアクセスした場合には、第1回目のアクセ
スであっても高速アクセスか可能となる。 次に、第8図および第9図を参照して本発明の第2実施
例を説明する。 この第2実施例は、UNIXの階層ファイルシステムの
ようなディレクトリをもつファイルシステムに本発明を
適用した場合の例である。 第1実施例において第1図〜第6図を参照して説明した
構成は、この第2実施例でも同じであり、説明を省略す
る。 ディスク装置118には、第8図に示す如き管理テーブ
ル90がディレクトリ対応に設けられている。その管理
テーブル90は、ディレクトリ下のファイルのファイル
名称と、ファイル毎のアクセスカウンタとからなってい
る。このアクセスカウンタは、ファイルにアクセスがあ
る毎にインクリメントされる。 処理本体43の流れは、第9図に示すようになる。 ここで、ステップ832およびステップ825〜872
以外は、第1実施例において第7図を参照して説明した
処理と同じであり、説明を省略する。 ステップ832では、前記ステップ632て説明した処
理に加えて、open処理の対象となったファイルのフ
ルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応する管理
テーブル90のアクセスカウンタをインクリメントする
。 ステップ825では、cd処理か否かを判定する。cd
処理なら、ステップ871に進む。cd処理でないなら
、ステップ602に戻る。 ステップ871では、cd処理をする。また、終了通知
処理45および通信処理41を介して、ワークステーシ
ョン120に、cd処理の終了を通知する。 ステップ872では、cd処理の対象となったディレク
トリのフルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応
する管理テーブル90のアクセスカラン9にインクリメ
ントする。そして、cd処理の対象となったディレクト
リ下のファイルについて、アクセスカウンタのカウント
値の多い順にiノートなどのファイルの管理情報を、デ
ィスク装M115からキャッシュメモリ114に複写す
る。 以上の第2実施例によれば、cd処理要求が発生すると
、アクセス頻度の高いファイルの管理情報かキャッシュ
メモリ114にプレロードされるため、従来のようにフ
ァイルのopen処理発生の時点でファイルの管理情報
をディスク装M115からキャッシュメモリ114に複
写する場合に比べて、高速な処理が可能となる。特に、
オペレータかcd処理を要求するような場合には、ディ
レクトリ下のほとんどのファイルの管理情報を0p13
0処理実行前にキャッシュメモリ114に格納しておく
ことが出来るため、効果が大きい。 次に、本発明の第3実施例を第10図および第11図を
参照して説明する。 第10図は、第3実施例の計算機システムの構成図であ
る。これは、第1図の計算機システムからキャッシュ制
御装置116.キャッシュメモリ117、ディスク装置
118を省略したものである。 すなわち、キャッシュ制御装置113.キャッシュメモ
リ114.ディスク装置115でファイルアクセス履歴
をも管理する。 このため、ワークステーション120からアクセス可能
なファイルの名称は英数字で始まる文字列に限定する。 そして、 、”にファイル名称を続け、次に“、”を介
してそのファイルをアクセスしたアプリケーションプロ
グラム名称を続けた名称のファイルを生成し、そのファ
イルにファイルアクセス履歴を記憶する。ディレクトリ
の階層は同じとする。 この場合のファイルのツリー構造を第11図に例示する
。 ルートディレクトリ(1)の直下には、ディレクトリ
(bin) 、 (etc) 、 (usr)があ
る。また、それらディレクトリに対応するファイルアク
セス履歴記憶用のファイル(、bin、ab) 、
(、etc、ab) 。 (、usr、ef)がある。(ab)、 (ef)は
、アプリケーションプログラム名である。 ディレクトリ(bin)の下には、通常のファイル(i
s)、 (cd)、 (ps)かある。また、それ
らファイルに対応するファイルアクセス履歴記憶用のフ
ァイル(,1s、ab)、 (,1s、ef)、
(、cd、ab)。 (、ps、ef)がある。 その外も同様の構造である。 以上の第3実施例によれば、1組のキャッシュ制御装置
、キャッシュメモリ、ディスク装置でファイルアクセス
履歴を管理し、本発明に係るプレロードを実現できる。 なお、本発明は、通常のキャッシュ制御を損うものでな
く、通常のキャッシュ制御と両立するものである。
、これにより本発明が限定されるものではない。 第1図は、本発明の第1実施例のファイルアクセス制御
装置を含む計算機システムの構成図である。 ワークステーション120は、CPU121と。 主記憶122と1通信制弾装ft123とを含み、通信
線130を介してファイルサーバ110とっながってい
る。 ファイルサーバ110は、CPUIIIと、主記憶11
2と、キャッシュ制御装置113と、キャッシュメモリ
114と、ディスク装置115と。 キャッシュ制御袋!116と、キャッシュメモリ117
と、ディスク装置118と1通信f811m装置119
とを含んでいる。 前記ディスク装置115は、ファイルの実体を格納する
ファイル記憶手段である。ファイルの実体は、第2図に
示すように、複数のブロックに分けて管理されている。 前記ディスク装W1118は、ファイルへのアクセス履
歴を格納するファイルアクセス履歴記憶手段である。フ
ァイルアクセス履歴は、第3図に示すように、あるアプ
リケーションプログラムがアクセスした各ファイルにつ
いて、アクセスしたブロック順を記録したものである。 第4図(a )(b )はワークステーション120の
O8(オペレーティングシステム)におけるファイル処
理関係部分の処理の流れ図である。(a)の処理は、ア
プリケーションプログラムからのOSコールにより起動
される。(b)の処理は、割込要求の発生により起動さ
れる。なお、説明の都合上、O8としてUNIXライク
なシステムを想定する。 ステップ211では、アプリケーションプログラムから
O8への処理要求がファイルサーバ110への処理要求
であるか否かを判定する。ファイルサーバ110への処
理要求であれば、ステップ212へ進む。ファイルサー
バ110への処理要求でなければ、ステップ214へ進
む。 ステップ212では、ファイルサーバ110への命令、
データを、通信手段1231通信線130、通信手段1
19を介して、ファイルサーバ110へ転送する。 ステップ213では、ファイルサーバ110からの割込
要求を待つ状態とする。 一方、ステップ214では、要求された処理を行う。 そして、他の処理に移行する。 ステップ221では、割込要求がファイルサーバ110
からのものか判定する。ファイルサーバ110からの割
込要求なら、ステップ222へ進む。ファイルサーバ1
10以外からの割込要求なら、ステップ224へ進む。 ステップ222では、ファイルサーバ110からデータ
を受信し、アプリケーションプログラムに転送する。 ステップ223では、ファイルサーバ110からの割込
要求を待つ状態を解除する。 一方、ステップ224では、要求された割込処理を行う
。 そして、他の処理に移行する。 第5図は、ファイルサーバ110における処理の構成図
である。 すなわち、ファイルサーバ110における処理は、通信
処理41と、命令受付処理42と、処理本体43と、デ
ィスクアクセス処理44と、終了通知処理45とから構
成されている。 通信処理41は、ワークステーション120との通信を
司っている。 命令受付処理42は、通信処理41から命令。 データを受は取り、処理プロセスを生成して、キュー4
6の処理要求キュー46aにつなぐ。キュー46につい
ては後で詳しく説明する。 処理本体43は、キュー46の処理要求キュー46aか
ら処理プロセスを顧に取り出し、ディスクアクセス処理
44を介して処理を実行する。また、処理の実行結果を
ディスクアクセス処理44から受取り、終了通知処理4
5に渡す。 さらに、処理プロセスがファイルのopen処理のとき
は、そのopen処理要求を出したアプリケーションプ
ログラムとopen対象のファイルとに対応するファイ
ルアクセス履歴を参照し、記録されているブロックをプ
レロードする( read処理やwrite処理の要求
が発生する前にキャッシュメモリ114にロードしてお
くことをプレロードと呼ぶ)ために、プレロードプロセ
スを生成して、キュー46のプレロード要求キュー46
bにつなぐ。 さらにまた、キュー46のプレロードキュー46bから
プレロードプロセスを順に取り出し、プレロードする。 この処理本体43については、第7図を参照して、後で
さらに詳しく説明する。 ディスクアクセス処理44は、キャッシュ制御装置11
3,116を介して、キャッシュメモリ114、ディス
ク装置115.キャッシュメモリ117、ディスク装置
118に対してアクセスを行う。 終了通知処理45は、処理本体43から処理の実行結果
を受取り、通信処理41を介して、ワークステーション
120に終了を通知する(割込要求を出す)。 第6図は、キュー46の構造を示す概念図である。 キュー46は、処理要求キュー46aと、プレロード要
求キュー46bとからなる。 処理要求キュー46aは、ワークステーション120か
らの処理要求の処理プロセスをFIFO方式でキューイ
ングしている。処理プロセスは、ワークステーション1
20からの命令、データ。 −求プロセスIDを含んでいる。 プレロード要求キュー46bは、プレロードプロセスを
FILO方式でキューイングしている。 プレロードプロセスは、プレロード対象のファイルのフ
ァイルディスクリブタ(ファイルの状態を記録したテー
ブルであって、ファイルのopenからcloseまで
存在する)と、プレロード対象のブロック番号をつない
だブロックキューの先頭を指すキューヘッダとを含んで
いる。 第7図は、処理本体43の処理の流れ図である。 ステップ601では、初期処理を行う。 ステップ602では、処理要求キュー46aに処理プロ
セスがあるか判定する。処理プロセスがあれば、ステッ
プ620に進む。処理プロセスがなければ、ステップ6
10に進む。 ステップ610では、プレロードキュー46bにプレロ
ードプロセスがあるか判定する。プレロードプロセスが
あれば、ステップ611に進む。 プレロードプロセスがなければ、前記ステップ602に
戻る。 システムの立上がり時は、キュー46は空であり、前記
ステップ602と610とを繰り返している。ファイル
のopen処理要求が発生すると、ステップ602から
ステップ620に進む。 ステップ620では、処理要求キュー46aから処理プ
ロセスを取り出す。 ステップ621では、open処理か否かを判定する。 open処理なら、ステップ631に進む。 open処理でないなら、ステップ622に進む。 最初はopen処理であり、ステップ631に進む。 ステップ631では、open処理を行う。すなわち、
0pen対象のファイルのファイルディスクリブタを生
成し、ファイル内のブロック番号をディスク内のブロッ
ク番号に変換するテーブル(いわゆるiノード)を読み
込み、ファイルディスクリブタの番号を、終了通知処理
45および通信処理41を介して、ワークステーション
120に通知する。 ステップ632では、キャッシュ制御機構116を介し
てキャッシュメモリ117またはディスク装置118に
アクセスして、open処理要求を出したアプリケーシ
ョンプログラムとopen対象のファイルとに対応する
ファイルアクセス履歴を読み出す。例えば、アプリケー
ションAでのファイルaに対する。pen処理の場合、
第3図に示すように、#1.#3.#2.#4の順(こ
れは過去におけるアプリケーションAでのファイルaに
対するアクセスの順である)でブロック番号が読み出さ
れる。この読み出したブロック番号の順序のブロックキ
ューを作り、その先頭を指すキューヘッダをファイルデ
ィスクリブタに結合し、プレロードプロセスとする。そ
のプレロードプロセスをFILO方式でプレロード要求
キュー46bにキューイングする。そして、前記ステッ
プ602に戻る。 ステップ602に戻って、処理要求キュー46aに処理
プロセスがなければ、ステップ610に進むが、今度は
プレロード要求キュー46bにプレロードプロセスがあ
るので、ステップ611に進む。 ステップ611では、プレロード処理を行う。 すなわち、キャッシュ制御装置113を介してディスク
装置115にアクセスし、プレロードプロセスが指すフ
ァイルのブロックを読み出して、キャッシュメモリ11
4にロードする。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのread処理要求が発生すると、ステップ
602→ステツプ620→ステツプ621→ステツプ6
22と進む。 ステップ622では、read処理か否かを判定する。 read処理なら、ステップ641に進む。 read処理でないなら、ステップ623に進む。 今はread処理であり、ステップ641に進む。 ステップ641では、read処理を行う。すなわち、
read対象のデータをキャッシュ制御機構113を介
して読み込み、終了通知処理45および通信処理41を
介して、そのデータをワークステーション120に伝え
る。このとき、read対象のデータは、既にキャッシ
ュメモリ114にプレロードされているブロックに含ま
れる確率が高いから(この確率を高くするように過去の
ファイルアクセス履歴を参照して前記ステップ611で
プレロードした)から、第1回目のread処理でも高
速アクセスが可能となる。もし、read対象のデータ
が未だキャッシュメモリ114にロードされていなけれ
ば、キャッシュ制御機構113は、従来と同様のキャッ
シュ制御により、ディスク装置115からデータを読み
出すと共に、そのデータを含むブロックをキャッシュメ
モリ114に複写する。そして、そのブロックについて
のプレロードプロセスがプレロード要求キュー46bに
残っておれば、それを削除する。 ステップ642では、アプリケーションプログラムとr
ead処理の対象となったファイルとに対応させて、r
ead処理の対象となったデータを含むブロック番号を
、キャッシュ制御装置116を介して、ディスク装置[
118に書き込み、最新ののファイルアクセス履歴とし
て保存する。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのwrite処理要求が発生すると、ステッ
プ602→ステツプ620→ステツプ621→ステツプ
622→ステツプ623と進む。 ステップ623では、Write処理か否かを判定する
。write処理なら、ステップ651に進む。wri
te処理でないなら、ステップ624に進む。今はwr
ite処理であり、ステップ651に進む。 ステップ651では、write処理を行う。すなわち
、write対象となったデータを、キャッシュ制御機
構113を介して、ディスク装置115に書き込む。 ステップ652では、アプリケーションプログラムとw
rite処理の対象となったファイルとに対応さ釘、w
rite処理の対象となったデータを含むブロック番号
を、キャッシュ制御装置116を介して、ディスク装置
118に書き込み、最新のファイルアクセス履歴として
保存する。そして、前記ステップ602に戻る。 前記ステップ602と610とを繰り返しているときに
、ファイルのclose処理要求が発生すると、ステッ
プ602→ステップ620−ステップ621→ステツプ
622→ステツプ623→ステツプ624と進む。 ステップ624では、close処理か否かを判定する
。close処理なら、ステップ661に進む。clo
se処理でないなら、前記ステップ602に戻る。今は
close処理であり、ステップ661に進む。 ステップ661では、close処理を行う。また、C
l0se対象となったファイルのブロックについてのプ
レロードプロセスを削除する。 ステップ662では、同じアプリケーションがこのファ
イルのopen処理要求を次に発生した時に、どのブロ
ックをプレロードするかのパターンを決定し、それを次
のプレロードのためのファイルアクセス履歴として、キ
ャッシュ制御装置116を介し、ディスク装置118に
書き込む。そして、前記ステップ602に戻る。 前記パターン決定のアルゴリズムを例示すれば、次のよ
うなものが挙げられる。 すなわち、今度のアクセス前のファイルアクセス履歴が
#1. #3. #2. #4. #6. #7゜
#5だったとし、今度のアクセスの間に作成した最新の
ファイルアクセス履歴が#3.#4.#4゜#3.#3
.#5.#5.#5だったとすると、今度のアクセス前
のファイルアクセス履歴の前に最新のファイルアクセス
履歴を置き、重複を除いて、#3. #4. #5.
#1. #2. #6. #7を、次のプレロー
ドのためのパターンとする。 上記第1実施例のファイルアクセス制御装置を含む計算
機システムによれば、ファイルのopenの後、プレロ
ードによりキャッシュメモリ114にファイルの所定の
ブロックが複写されているため、あるアプリケーション
プログラムか、過去のアクセス順序と同じ順序でファイ
ルのデータをアクセスした場合には、第1回目のアクセ
スであっても高速アクセスか可能となる。 次に、第8図および第9図を参照して本発明の第2実施
例を説明する。 この第2実施例は、UNIXの階層ファイルシステムの
ようなディレクトリをもつファイルシステムに本発明を
適用した場合の例である。 第1実施例において第1図〜第6図を参照して説明した
構成は、この第2実施例でも同じであり、説明を省略す
る。 ディスク装置118には、第8図に示す如き管理テーブ
ル90がディレクトリ対応に設けられている。その管理
テーブル90は、ディレクトリ下のファイルのファイル
名称と、ファイル毎のアクセスカウンタとからなってい
る。このアクセスカウンタは、ファイルにアクセスがあ
る毎にインクリメントされる。 処理本体43の流れは、第9図に示すようになる。 ここで、ステップ832およびステップ825〜872
以外は、第1実施例において第7図を参照して説明した
処理と同じであり、説明を省略する。 ステップ832では、前記ステップ632て説明した処
理に加えて、open処理の対象となったファイルのフ
ルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応する管理
テーブル90のアクセスカウンタをインクリメントする
。 ステップ825では、cd処理か否かを判定する。cd
処理なら、ステップ871に進む。cd処理でないなら
、ステップ602に戻る。 ステップ871では、cd処理をする。また、終了通知
処理45および通信処理41を介して、ワークステーシ
ョン120に、cd処理の終了を通知する。 ステップ872では、cd処理の対象となったディレク
トリのフルパス名称に現れる全てのディレクトリに対応
する管理テーブル90のアクセスカラン9にインクリメ
ントする。そして、cd処理の対象となったディレクト
リ下のファイルについて、アクセスカウンタのカウント
値の多い順にiノートなどのファイルの管理情報を、デ
ィスク装M115からキャッシュメモリ114に複写す
る。 以上の第2実施例によれば、cd処理要求が発生すると
、アクセス頻度の高いファイルの管理情報かキャッシュ
メモリ114にプレロードされるため、従来のようにフ
ァイルのopen処理発生の時点でファイルの管理情報
をディスク装M115からキャッシュメモリ114に複
写する場合に比べて、高速な処理が可能となる。特に、
オペレータかcd処理を要求するような場合には、ディ
レクトリ下のほとんどのファイルの管理情報を0p13
0処理実行前にキャッシュメモリ114に格納しておく
ことが出来るため、効果が大きい。 次に、本発明の第3実施例を第10図および第11図を
参照して説明する。 第10図は、第3実施例の計算機システムの構成図であ
る。これは、第1図の計算機システムからキャッシュ制
御装置116.キャッシュメモリ117、ディスク装置
118を省略したものである。 すなわち、キャッシュ制御装置113.キャッシュメモ
リ114.ディスク装置115でファイルアクセス履歴
をも管理する。 このため、ワークステーション120からアクセス可能
なファイルの名称は英数字で始まる文字列に限定する。 そして、 、”にファイル名称を続け、次に“、”を介
してそのファイルをアクセスしたアプリケーションプロ
グラム名称を続けた名称のファイルを生成し、そのファ
イルにファイルアクセス履歴を記憶する。ディレクトリ
の階層は同じとする。 この場合のファイルのツリー構造を第11図に例示する
。 ルートディレクトリ(1)の直下には、ディレクトリ
(bin) 、 (etc) 、 (usr)があ
る。また、それらディレクトリに対応するファイルアク
セス履歴記憶用のファイル(、bin、ab) 、
(、etc、ab) 。 (、usr、ef)がある。(ab)、 (ef)は
、アプリケーションプログラム名である。 ディレクトリ(bin)の下には、通常のファイル(i
s)、 (cd)、 (ps)かある。また、それ
らファイルに対応するファイルアクセス履歴記憶用のフ
ァイル(,1s、ab)、 (,1s、ef)、
(、cd、ab)。 (、ps、ef)がある。 その外も同様の構造である。 以上の第3実施例によれば、1組のキャッシュ制御装置
、キャッシュメモリ、ディスク装置でファイルアクセス
履歴を管理し、本発明に係るプレロードを実現できる。 なお、本発明は、通常のキャッシュ制御を損うものでな
く、通常のキャッシュ制御と両立するものである。
本発明によれば、ファイルへの第1回目のアクセスでも
、キャッシュメモリにヒツトすることが期待できるため
、従来よりファイルアクセスを高速化できる。 また、ファイルへのアクセスを可能にする処理の前にキ
ャッシュメモリにファイルの管理情報かロードされてい
ることが期待できるため、この点でも従来よりファイル
アクセスを高速化できる。
、キャッシュメモリにヒツトすることが期待できるため
、従来よりファイルアクセスを高速化できる。 また、ファイルへのアクセスを可能にする処理の前にキ
ャッシュメモリにファイルの管理情報かロードされてい
ることが期待できるため、この点でも従来よりファイル
アクセスを高速化できる。
第1図は本発明の第1実施例の計算機システムの構成図
、第2図はファイル実体の概念図、第3図はファイルア
クセス履歴の概念図、第4図(a)(b)はワークステ
ーションでの処理の流れ図、第5図はファイルサーバで
の処理の構成図、第6図はキューの構造図、第7図は処
理本体の処理の流れ図、第8図は本発明の第2実施例に
おける管理テーブルの概念図、第9図は本発明の第2実
施例における処理本体の処理の流れ図、第10図は本発
明の第3実施例の計算機システムの構成図、第11図は
ファイルの階層構造の概念図である。 (符号の説明) 110・・・ファイルサーバ 111・・・CPU 112・・・主記憶1
13、↓16・・・キャッシュ制御装置114.117
・・・キャッシュメモリ115.118・・・ディスク
装置 120・・・ワークステーション。
、第2図はファイル実体の概念図、第3図はファイルア
クセス履歴の概念図、第4図(a)(b)はワークステ
ーションでの処理の流れ図、第5図はファイルサーバで
の処理の構成図、第6図はキューの構造図、第7図は処
理本体の処理の流れ図、第8図は本発明の第2実施例に
おける管理テーブルの概念図、第9図は本発明の第2実
施例における処理本体の処理の流れ図、第10図は本発
明の第3実施例の計算機システムの構成図、第11図は
ファイルの階層構造の概念図である。 (符号の説明) 110・・・ファイルサーバ 111・・・CPU 112・・・主記憶1
13、↓16・・・キャッシュ制御装置114.117
・・・キャッシュメモリ115.118・・・ディスク
装置 120・・・ワークステーション。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、ファイルに対するアクセスを可能にする処理を行っ
た後、ファイルに対してアクセスする処理を行うファイ
ルアクセス制御方式において、 ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、ファイルに対してアクセスする処理要求が発生
する前に、そのファイルの全部または一部を、ファイル
記憶手段からキャッシュメモリにロードすることを特徴
とするファイルアクセス制御方式。 2、ファイルに対するアクセスを可能にする処理を行っ
た後、ファイルに対してアクセスする処理を行うファイ
ルアクセス制御方式において、 ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録しておき、そのファイルに対するアクセ
スを可能にする処理要求が次に発生した後、ファイルに
対してアクセスする処理要求が発生する前に、前記ファ
イルアクセス履歴に基づくパターンで、そのファイルの
一部を、ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロー
ドすることを特徴とするファイルアクセス制御方式。 3、階層ディレクトリ構造をもち且つカレントディレク
トリの変更処理を有するファイルシステムにおいて、 カレントディレクトリの変更処理要求が発生した後、変
更後のカレントディレクトリ下のファイルに対してアク
セスする処理要求が発生する前に、前記カレントディレ
クトリの変更処理要求で指定された新たなカレントディ
レクトリ下の全部または一部のファイルの管理情報を、
ファイル記憶手段からキャッシュメモリにロードするこ
とを特徴とするファイルアクセス制御方式。 4、ファイルの実体を格納するファイル記憶手段と、そ
のファイル記憶手段よりも高速アクセス可能なキャッシ
ュメモリと、そのキャッシュメモリに対する制御を行う
キャッシュ制御手段とを有すると共に、ファイルに対す
るアクセスを可能にする処理と、ファイルに対してアク
セスする処理とを別個に行うファイルアクセス制御装置
において、 ファイルに対してアクセスする処理を実行する際にその
ファイルのどの部分がアクセスされたかのファイルアク
セス履歴を記録するファイルアクセス履歴記憶手段と、 ファイルに対するアクセスを可能にする処理要求が発生
した後、そのファイルに対してアクセスする処理要求が
発生する前に、前記ファイルアクセス履歴に基づくパタ
ーンで、そのファイルの一部を、ファイル記憶手段から
にキャッシュ制御手段を介してキャッシュメモリロード
するプレロード手段と を具備したことを特徴とするファイルアクセス制御装置
。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2270226A JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2270226A JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH04148225A true JPH04148225A (ja) | 1992-05-21 |
Family
ID=17483306
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2270226A Pending JPH04148225A (ja) | 1990-10-08 | 1990-10-08 | ファイルアクセス制御方式および装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH04148225A (ja) |
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0863395A (ja) * | 1994-08-19 | 1996-03-08 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | データアクセス方法 |
US5987232A (en) * | 1995-09-08 | 1999-11-16 | Cadix Inc. | Verification server for use in authentication on networks |
JP2013222434A (ja) * | 2012-04-19 | 2013-10-28 | Nec Corp | キャッシュ制御装置、キャッシュ制御方法、及びそのプログラム |
US9846654B2 (en) | 2014-03-18 | 2017-12-19 | Fujitsu Limited | Storage apparatus, cache control method, and computer-readable recording medium having cache control program recorded thereon |
-
1990
- 1990-10-08 JP JP2270226A patent/JPH04148225A/ja active Pending
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0863395A (ja) * | 1994-08-19 | 1996-03-08 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | データアクセス方法 |
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JP2013222434A (ja) * | 2012-04-19 | 2013-10-28 | Nec Corp | キャッシュ制御装置、キャッシュ制御方法、及びそのプログラム |
US9268700B2 (en) | 2012-04-19 | 2016-02-23 | Nec Corporation | Cache control device, cache control method, and program thereof |
US9846654B2 (en) | 2014-03-18 | 2017-12-19 | Fujitsu Limited | Storage apparatus, cache control method, and computer-readable recording medium having cache control program recorded thereon |
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