JP3500972B2 - ディスク共有型クラスタシステムにおける論理ファイル管理システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数の計算機と、
各計算機を接続する計算機接続網と、論理ファイルが格
納された一つまたは複数のディスクと、各計算機から各
ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網とか
ら構成されるディスク共有型クラスタシステムにおい
て、各ディスクに格納された論理ファイルの管理システ
ムに関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、複数の計算機が計算機接続網
に接続されそれぞれの計算機にディスクが接続された構
成において、ある計算機から別の計算機に接続されたデ
ィスク上の論理ファイルに対するアクセス方式として、
ＮＦＳ（NetworkFileSystem）が用いられている（参考
文献:「NFS＆NIS」アスキー出版、「NFS:Network File
System Protocol specification」RFC1094）。

【０００３】ここで「論理ファイル」とは、ディスク上
に格納したデータをあるまとまった単位で仮想化したも
のを表す。図１５は、ＮＦＳにおける論理ファイルアク
セス方式の動作を示すブロック図である。ＮＦＳでは、
ディスクが接続された計算機上において、そのディスク
に格納された論理ファイルを管理するＮＦＳデーモン
（なお、デーモンとは、Ｕｎｉｘ系ＯＳ等においてシス
テム常駐型のサービスプロセスをいう）が起動する。他
の計算機＃０上で動作するクライアントプログラムは、
ディスクに対して論理ファイルのデータをライトする場
合、ライト要求およびライトするデータを計算機＃１上
のＮＦＳデーモンに送信する。ＮＦＳデーモンはライト
要求を受け取ると、ライトするデータを一旦計算機＃１
のメモリ上に取り込み、さらにそのデータをディスクに
対してライトする。一方、計算機のクライアントプログ
ラムがディスクから論理ファイルのデータをリードする
場合、クライアントプログラムは、リード要求を計算機
＃１上のＮＦＳデーモンに送信する。ＮＦＳデーモン
は、リード要求を受け取ると、ディスクから要求された
論理ファイルのデータをリードして、一旦計算機＃１の
メモリ上に取り込む。その後、クライアントプログラム
に対する応答として、リードした計算機のメモリ上のデ
ータを、計算機＃０のクライアントプログラムに送信す
る。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかし、ディスク共有
型クラスタシステムにおいて、ＮＦＳのような論理ファ
イルアクセス方式を使うことは、効率が悪いことが知ら
れている。以下に詳説する。

【０００５】図１６は、ディスク共有型クラスタシステ
ムでＮＦＳを動作させた場合において、クライアントが
ＮＦＳで管理される論理ファイルへアクセスする動作を
模式的に示すブロック図である。ディスク共有型クラス
タシステムでは、各計算機から直接的にディスクに対し
てリード／ライト出来る。ところが、ＮＦＳにおける論
理ファイル管理方式では、リード／ライトするデータ
が、必ず、ＮＦＳデーモンが稼働する計算機を経由しな
ければならない。つまり、リード／ライトするデータを
一旦中継するというオーバーヘッドが発生する。

【０００６】また、ディスク共有型クラスタシステムで
は、複数のクライアントプログラムが同一の論理ファイ
ルに対して、同時にアクセスできるため、論理ファイル
のコンシステンシ維持が問題となる。ここでコンシステ
ンシ維持とは、複数のクライアントプログラムがほぼ同
時にアクセスした際、一方のクライアントプログラムの
処理と他方のクライアントプログラムの処理がタイミン
グによって異なる結果になることを防ぐことをいう。

【０００７】特に、論理ファイルの管理データについて
は、一方のクライアントプログラムの要求によりファイ
ル管理データを更新している間、他方のクライアントプ
ログラムの要求により同時にファイル管理データを更新
してしまうと、ファイル管理データが乱れてしまう可能
性もある。

【０００８】ＮＦＳでは、すべてのファイルのデータ
を、一旦ＮＦＳデーモンが中継することで、この問題に
ついて、一応解決している。

【０００９】一方、ファイル管理データのコンシステン
シを維持するため、従来から用いられている方式とし
て、ロック機構による排他制御方式が知られている（例
えば特開平９−３４８５１号公報、特開昭６３−９４３
４３号公報等の記載参照）。

【００１０】例えば、スケーラブルＭというクラスタ構
成のメインフレームでは、各計算機が資源を獲得するた
めに、ＳＣＭＰ（Ｓｙｓｔｅｍ ｓｔｏｒａｇｅ Ｃｕ
ｐｌｅｄ ＭｕｌｔｉＰｒｏｃｅｓｓｏｒ Ｓｙｓｔｅ
ｍ）という排他制御方式を採用している（参考文献：
「並列汎用機の全貌」、日経ウォッチャーＩＢＭ版別
冊、）。

【００１１】図１７は、このＳＣＭＰの概略を示すブロ
ック図である。ＳＳＵ（System Storage Unit）は排
他制御を司る計算機である。まず計算機＃０が、共有デ
ィスク上のデータに対して、論理ファイルの管理データ
を変更するようなアクセスを行なう際、ＳＳＵに対して
ロック要求を発行し、その応答の結果でロックを獲得す
る。計算機＃０がロックを獲得すると、この間、他の計
算機はロックを獲得できない。その後、計算機＃０がロ
ック解除要求をＳＳＵに発行するとロックは解除され
る。最後にＳＳＵは、計算機＃０がロックを獲得してい
る間にもし他の計算機からロック獲得の要求が到着して
いた場合、その計算機に対してロックが解除されたこと
を通知する。

【００１２】これにより、各計算機上で動作するクライ
アントプログラムは、直接的にディスクに対して、リー
ド／ライト可能で、論理ファイルの管理データのコンシ
ステンシも維持される。

【００１３】しかしながら、上記したロック機構による
排他制御方式では、クライアントプログラムが論理ファ
イルにアクセスする際、論理ファイルの排他制御を司る
手段に対して、ロックおよびロック解除の２回の通信が
発生し、ネットワークトラフィックの増大、ネットワー
ク性能の低下等の問題がある。

【００１４】また、ディスクに格納する論理ファイルの
大容量化、論理ファイルに対するアクセスの高速化のた
めには、ファイルのデータを分割して複数のディスクに
分散格納する方式が有効である。例えば、ディスク装置
の分野では、ＲＡＩＤ（Redundant Arrays of Inexp
ensive Disks）に代表されるようなディスクアレイ装
置がある（参考文献: Gregory R. “Disk Arrays Hi
gh-Performance, High−Reliability Storage Subsy
stems”, IEEE Computer, March 1994）。このよう
な方式を、複数のディスクが接続されたディスク共有型
クラスタシステムにおいても適用し、論理ファイルのデ
ータを分割して複数のディスクに分散格納することで、
論理ファイルの大容量化、論理ファイルに対するアクセ
スの高速化が可能となる。

【００１５】しかし、ディスク共有型クラスタシステム
においては、ディスクアレイ装置のように、単にデータ
を複数のディスク装置に分散格納するだけでは不十分で
あり、分散格納されたデータを、一つの論理ファイルの
データとして管理する論理ファイルアクセス管理制御が
必要となる。特に、論理ファイルを複数のディスクに分
散格納するようなディスク共有型クラスタシステムにお
いては、論理ファイル管理の効率化が重要な課題であ
る。

【００１６】したがって本発明は、上記問題点に鑑みて
なされたものであって、その主たる目的は、ディスク共
有型クラスタシステムにおいて、クライアントプログラ
ムがディスクに格納された論理ファイルのデータにリー
ド／ライトする際、リード／ライトしたデータを他の計
算機で中継するオーバーヘッドを削減すると共に、論理
ファイル管理データのコンシステンシを維持するために
必要な計算機間の通信回数を削減する、システムを提供
することにある。

【００１７】本発明の他の目的は、ディスク共有型クラ
スタシステムにおいて、さらに、クライアントプログラ
ムが論理ファイルのデータをリード／ライトする際のア
ドレス変換手段における処理の負荷を分散し、アドレス
変換処理の効率を向上させるシステムを提供することに
ある。

【００１８】本発明のさらに別の目的は、一つの論理フ
ァイルのデータを複数のディスクに分散格納するディス
ク共有型クラスタシステムにおいて、クライアントプロ
グラムが論理ファイルのデータをリード／ライトする
際、リード／ライトしたデータを他の計算機で中継する
オーバーヘッドを削減するとともに、論理ファイル管理
データのコンシステンシを維持するために必要な計算機
間の通信回数を削減するシステムを提供することにあ
る。

【００１９】また本発明は、一つの論理ファイルのデー
タを複数のディスクに分散格納するディスク共有型クラ
スタシステムにおいて、クライアントプログラムが論理
ファイルのデータをリード／ライトする際のアドレス変
換処理を高速化するシステムを提供することもその目的
の一つとしている。

【００２０】さらに本発明は、クライアントプログラム
が論理ファイルのデータをリード／ライトする際のＩ／
Ｏ発行処理を高速化するシステムを提供することもその
目的の一つとしている。

【００２１】そして本発明は、クライアントプログラム
が論理ファイルのデータをリード／ライトする際、アド
レス変換処理とＩ／Ｏ発行処理を重ねることで全体の処
理を高速化することもその目的の一つである。

【００２２】

【課題を解決するための手段】前記目的を達成する本願
第１発明は、複数の計算機と、各計算機を接続する計算
機接続網と、論理ファイルが格納された一つまたは複数
のディスクと、各計算機から各ディスクへ直接的にアク
セスできるディスク接続網と、から構成されるディスク
共有型クラスタシステムの論理ファイル管理システムで
あって、いずれか一つの計算機上で動作し、ディスクに
格納された論理ファイルについて、指定された論理ファ
イル識別子と論理ファイル内オフセットアドレスから、
ディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスを決
定して、これを返却するアドレス変換手段と、任意の計
算機上で動作するクライアントプログラムがディスク接
続網に接続されたディスクに格納された論理ファイルを
リード/ライトする際に動作し、指定された論理ファイ
ル識別子と論理ファイル内オフセットアドレスをパラメ
ータとして前記アドレス変換手段に対してアドレス変換
要求を発行し、返却されたディスク識別子とディスク上
のオフセットアドレスをパラメータとしてディスク接続
網を介して直接的にリード/ライトを行なう論理ファイ
ルアクセス手段と、を有することを特徴とする。

【００２３】本願第２発明は、複数の計算機と、各計算
機を接続する計算機接続網と、論理ファイルが格納され
た一つまたは複数のディスクと、各計算機から各ディス
クへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、から構
成されるディスク共有型クラスタシステムにおいて、複
数の計算機上で動作し、システム内で重複しない一つま
たは複数のディスクを担当し、指定された論理ファイル
識別子と論理ファイル内オフセットアドレスから、ディ
スク識別子とディスク上のオフセットアドレスを決定し
て、これを返却するアドレス変換手段と、任意の計算機
上で動作するクライアントプログラムがディスク接続網
に接続されたディスクに格納された論理ファイルをリー
ド／ライトする際に動作し、論理ファイル識別子からア
ドレス変換要求を発行するべき前記アドレス変換手段を
特定し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル
内オフセットアドレスをパラメータとして前記特定した
アドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行し、
返却されたディスク識別子とディスク上のオフセットア
ドレスをパラメータとしてディスク接続網を介して直接
的にリード／ライトを行なう適応論理ファイルアクセス
手段と、を有することを特徴とする。

【００２４】本願第３発明は、複数の計算機と、各計算
機を接続する計算機接続網と、一つの論理ファイルのデ
ータが分散格納された複数のディスクと、各計算機から
各ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網
と、から構成されるディスク共有型クラスタシステムに
おいて、任意の計算機上で動作するクライアントプログ
ラムがディスク接続網に接続された複数のディスクに分
散格納された論理ファイルのデータに対してリード／ラ
イトする際に動作し、指定された論理ファイル識別子と
論理ファイル内オフセットアドレスから、分散格納され
た論理ファイルのデータの中で同じディスクに格納され
たデータの集合を表す部分論理ファイルの部分論理ファ
イル識別子と部分論理ファイル内オフセットアドレスを
決定し、これを返却する部分論理ファイルアドレス変換
手段と、前記部分論理ファイルアドレス変換手段から得
られた部分論理ファイル識別子と部分論理ファイル内オ
フセットアドレスをパラメータとして前記アドレス変換
手段へアドレス変換要求を発行し、返却されたディスク
識別子とディスク上のオフセットアドレスをパラメータ
としてディスク接続網を介して直接的にリード／ライト
を行なう分散格納論理ファイルアクセス手段と、を有す
ることを特徴とする。

【００２５】本願第４発明は、複数の計算機と、各計算
機を接続する計算機接続網と、一つの論理ファイルのデ
ータが分散格納された複数のディスクと、各計算機から
各ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網
と、から構成されるディスク共有型クラスタシステムに
おいて、任意の計算機上で動作するクライアントプログ
ラムがディスク接続網に接続された複数のディスクに分
散格納された論理ファイルのデータに対してリード／ラ
イトする際に動作し、指定された論理ファイルのリード
／ライト範囲を分散格納された単位毎に分割し、分割さ
れた各範囲の先頭を示す複数の論理ファイル内オフセッ
トアドレスと指定された論理ファイル識別子をパラメー
タとして部分論理ファイルアドレス変換手段を呼び出
し、返却された部分論理ファイル識別子と部分論理ファ
イル内オフセットアドレスをパラメータとしてアドレス
変換手段に対してアドレス変換要求を発行し、返却され
た複数のディスク識別子とディスク上のオフセットアド
レスの組をパラメータとして、同時に複数のディスクに
対してリード／ライトを行なう分散格納論理ファイル並
列アクセス手段と、を有することを特徴とする。

【００２６】本願第５発明は、複数の計算機と、各計算
機を接続する計算機接続網と、一つの論理ファイルのデ
ータが分散格納された複数のディスクと、各計算機から
各ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網
と、から構成されるディスク共有型クラスタシステムに
おいて、上記第２発明において複数の計算機上で動作す
るアドレス変換手段と、任意の計算機上で動作するクラ
イアントプログラムがディスク接続網に接続された複数
のディスクに分散格納された論理ファイルのデータに対
してリード／ライトする際に動作し、指定された論理フ
ァイルのリード／ライト範囲を分散格納された単位毎に
分割し、分割された各範囲の先頭を示す複数の論理ファ
イル内オフセットアドレスと指定された論理ファイル識
別子をパラメータとして部分論理ファイルアドレス変換
手段を呼び出し、返却された複数の部分論理ファイル識
別子をパラメータとしてアドレス変換要求を発行するべ
きアドレス変換手段をそれぞれ特定し、前記部分論理フ
ァイルアドレス変換手段から得られた部分論理ファイル
識別子と部分論理ファイル内オフセットアドレスをパラ
メータとして同時に複数のアドレス変換手段に対してア
ドレス変換要求を発行し、返却された複数のディスク識
別子とディスク上のオフセットアドレスをパラメータと
してディスク接続網を介して直接的にリード／ライトを
行なう適応分散格納論理ファイルアクセス手段と、を有
することを特徴とする。

【００２７】本願第６発明は、複数の計算機と、各計算
機を接続する計算機接続網と、一つの論理ファイルのデ
ータが分散格納された複数のディスクと、各計算機から
各ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網
と、から構成されるディスク共有型クラスタシステムに
おいて、上記第２発明の複数の計算機上で動作するアド
レス変換手段と、任意の計算機上で動作するクライアン
トプログラムが、ディスク接続網に接続された複数のデ
ィスクに分散格納された論理ファイルのデータに対して
リード／ライトする際に動作し、指定された論理ファイ
ルのリード／ライト範囲を分散格納された単位毎に分割
し、分割された各範囲の先頭を示す複数の論理ファイル
内オフセットアドレスと指定された論理ファイル識別子
をパラメータとして部分論理ファイルアドレス変換手段
を呼び出し、返却された複数の部分論理ファイル識別子
をパラメータとしてアドレス変換要求を発行するべきア
ドレス変換手段をそれぞれ特定し、前記部分論理ファイ
ルアドレス変換手段から得られた部分論理ファイル識別
子と部分論理ファイル内オフセットアドレスをパラメー
タとして複数のアドレス変換手段に対してアドレス変換
要求を発行すると同時に、複数のディスクに対して直接
的にリード／ライトを行なう適応分散格納論理ファイル
並列アクセス手段と、を有することを特徴とする。

【００２８】

【発明の実施の形態】本発明の実施の形態について説明
する。本願第１発明の実施の形態においては、複数の計
算機と、各計算機を接続する計算機接続網と、一つの論
理ファイルのデータが分散格納された複数のディスク
と、各計算機から各ディスクへ直接的にアクセスできる
ディスク接続網と、から構成されるディスク共有型クラ
スタシステムにおいて、いずれかの計算機上で動作する
アドレス変換手段（図１の７）は、指定された論理ファ
イル識別子と論理ファイル内オフセットアドレスから、
ディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスを決
定して、これを返却する。

【００２９】また、任意の計算機上において動作するク
ライアントプログラム（図１の５−１〜５−ｋ）は、デ
ィスク接続網（図１の３）に接続されたディスクに格納
された論理ファイルをリード／ライトする際、論理ファ
イル識別子と論理ファイル内オフセットアドレスを指定
して論理ファイルアクセス手段（図１の６−１〜６−
ｋ）を呼び出す。

【００３０】論理ファイルアクセス手段（図１の６−１
〜６−ｋ）は、論理ファイル識別子と論理ファイル内オ
フセットアドレスをパラメータとしてアドレス変換手段
（図１の７）へアドレス変換要求を発行し、返却された
ディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスをパ
ラメータとしてディスク接続網を介して直接的にリード
／ライトを行なう。

【００３１】これにより、クライアントプログラム（図
１の５−１〜５−ｋ）がディスク接続網に接続されたデ
ィスクに格納された論理ファイルのデータに対してリー
ド／ライトする際、クライアントプログラムが動作する
計算機上からディスク接続網を介して直接的にリード／
ライト出来るため、リード／ライトするデータが他の計
算機を経由するために発生するオーバーヘッドを削減で
きる。

【００３２】また、論理ファイルアクセス手段（図１の
６−１〜６−ｋ）は、各クライアントプログラムから到
着したアドレス変換要求をシリアライズし、ある論理フ
ァイルに対する要求を処理している間、同一の論理ファ
イルに対する他の要求の処理を待ち合わせる。これによ
り、一方のクライアントプログラムが、論理ファイルの
管理データを更新するようなアクセスを行なう場合で
も、論理ファイル管理データのコンシステンシは維持さ
れる。

【００３３】すなわち、クライアントプログラムが論理
ファイルのデータにアクセスする際に計算機間で発生す
る通信は、高々クライアントプログラムが動作する計算
機とアドレス変換手段が動作する計算機の間における一
回の通信だけとなる。この結果、従来のメインフレーム
で行なわれているようなロック要求／ロック解除要求を
伴う排他制御方式よりも通信回数を削減することができ
る。

【００３４】本願第２発明の実施の形態においては、シ
ステム内で重複しない一つまたは複数のディスクを担当
するアドレス変換手段（図３の７−１〜７−ｈ）は、複
数の計算機上で動作し、適応論理ファイルアクセス手段
（図３の８−１〜８−ｋ）は、論理ファイル識別子から
アドレス変換要求を発行するべき前記アドレス変換手段
を特定し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイ
ル内オフセットアドレスをパラメータとして、前記特定
したアドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行
し、返却されたディスク識別子とディスク上のオフセッ
トアドレスをパラメータとして、ディスク接続網（図３
の３）を介して直接的にリード／ライトを行なう。

【００３５】これにより、複数のアドレス変換手段でア
ドレス変換処理を分散して行なうため、アドレス変換処
理の効率を向上させる。

【００３６】本願第３発明の実施の形態においては、任
意の計算機上で動作するクライアントプログラムがディ
スク接続網に接続された複数のディスクに分散格納され
た論理ファイルのデータに対してリード／ライトする際
に動作し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイ
ル内オフセットアドレスから、部分論理ファイル識別子
と、分散格納された論理ファイルのデータの内、各ディ
スク毎の部分集合を表す部分論理ファイルの部分論理フ
ァイル内オフセットアドレスを決定し、これを返却する
部分論理ファイルアドレス変換手段（図６の１１−１〜
１１−ｋ）と、前記部分論理ファイルアドレス変換手段
から得られた部分論理ファイル識別子と部分論理ファイ
ル内オフセットアドレスをパラメータとして前記アドレ
ス変換手段へアドレス変換要求を発行し、返却されたデ
ィスク識別子とディスク上のオフセットアドレスをパラ
メータとしてディスク接続網を介して直接的にリード／
ライトを行なう分散格納論理ファイルアクセス手段（図
６の１０−１〜１０−ｋ）と、を備える。

【００３７】これにより、複数のディスクに分散格納さ
れた論理ファイルのデータに対しても、第１発明による
効果と同様に、クライアントプログラムが動作する計算
機上からディスク接続網を介して直接的にリード／ライ
ト出来るため、リード／ライトするデータが他の計算機
を経由するために発生するオーバーヘッドを削減でき
る。同時に、論理ファイル管理データのコンシステンシ
維持のための通信回数を削減することができる。

【００３８】本願第４発明の実施の形態においては、指
定された論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納
された単位毎に分割し、分割された各範囲の先頭を示す
複数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定された
論理ファイル識別子をパラメータとして部分論理ファイ
ルアドレス変換手段（図９の１１−１〜１１−ｋ）を呼
び出し、返却された部分論理ファイル識別子と複数の部
分論理ファイル内オフセットアドレスをパラメータとし
てアドレス変換手段にアドレス変換要求を発行し、返却
された複数のディスク識別子とディスク上のオフセット
アドレスの組をパラメータとして、一つのディスクに対
してＩ／Ｏを発行した後、Ｉ／Ｏの完了を待ち合わせず
に、他のディスクに対しても同時にＩ／Ｏを発行する分
散格納論理ファイル並列アクセス手段（図９の１２−１
〜１２−ｋ）を備える。

【００３９】これにより、一つのディスクに対してＩ／
Ｏを発行し、その応答を待ち合わせるまでの時間と、他
のディスクに対してＩ／Ｏを発行し、その応答を待ち合
わせるまでの時間を重ねることができるため、リード／
ライトを始めてから完了するまでの全体の処理時間が短
縮され、リード／ライト処理を高速化できる。

【００４０】本願第５発明の実施の形態においては、指
定された論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納
された単位毎に分割し、その分割された各範囲の先頭を
示す複数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定さ
れた論理ファイル識別子をパラメータとして、部分論理
ファイルアドレス変換手段（図１１の１１−１〜１１−
ｋ）を呼び出し、返却された部分論理ファイル識別子と
部分論理ファイル内オフセットアドレスをパラメータと
して、複数のアドレス変換手段（図１３の７−１〜１４
−ｈ）のうちアドレス変換要求を発行するべきアドレス
変換手段を特定し、部分論理ファイル識別子と部分論理
ファイル内オフセットアドレスをパラメータとして、ア
ドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行した
後、アドレス変換要求の応答を待ち合わせずに、前記分
割した結果得られた他の論理ファイル内オフセットアド
レスについて処理を繰り返し、返却されたディスク識別
子とディスク上のオフセットアドレスの組をパラメータ
として、ディスクに対してリード／ライトを行なう適応
分散格納論理ファイルアクセス手段（図１１の１３−１
〜１３−ｋ）を備える。

【００４１】これにより、一つのアドレス変換要求を発
行し、その応答を待ち合わせるまでの時間と、他のアド
レス変換要求を発行し、その応答を待ち合わせるまでの
時間を重ねることができるため、リード／ライト範囲を
分割した複数の論理ファイル内オフセットアドレスのす
べてをアドレス変換する際、すべてのアドレス変換処理
を完了するまでの全体の処理時間が短縮され、アドレス
変換処理を高速化することができる。

【００４２】本願第６発明の実施の形態においては、指
定された論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納
された単位毎に分割し、その分割された各範囲の先頭を
示す複数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定さ
れた論理ファイル識別子をパラメータとして部分論理フ
ァイルアドレス変換手段（図１３の１１−１〜１１−
ｋ）を呼び出し、返却された部分論理ファイル識別子と
部分論理ファイル内オフセットアドレスをパラメータと
して、複数のアドレス変換手段（図１３の７−１〜１４
−ｈ）のうちアドレス変換要求を発行するべきアドレス
変換手段を特定し、部分論理ファイル識別子と部分論理
ファイル内オフセットアドレスをパラメータとして、ア
ドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行すると
同時に、アドレス変換要求の応答を待ち合わせず、前記
分割した結果得られたすべての論理ファイル内オフセッ
トアドレスについて処理を繰り返し、アドレス変換要求
の応答が戻り次第、応答から得られたディスク識別子と
ディスク上のオフセットアドレスをパラメータとしてデ
ィスクに対してＩ／Ｏを発行する適応分散格納論理ファ
イル並列アクセス手段（図１３の１４−１〜１４−ｋ）
を備える。

【００４３】これにより、一つのアドレス変換要求を発
行し、その応答を待ち合わせるまでの時間と、一つのＩ
／Ｏ要求を発行し、その応答を待ち合わせるまでの時間
を重ねることができるため、リード／ライト範囲を分割
した複数の論理ファイル内オフセットアドレスのすべて
のアドレス変換処理時間を短縮化でき、さらに複数のデ
ィスクに対するＩ／Ｏ発行処理時間を短縮化できるた
め、アドレス変換処理およびリード／ライト処理の全体
を高速化することができる。

【００４４】本発明は、その実施の形態として、クライ
アントプログラム以外にも、アドレス変換手段、論理フ
ァイルアクセス手段、適応論理ファイルアクセス手段、
部分論理ファイルアドレス変換手段、分散格納論理ファ
イルアクセス手段、分散格納論理ファイル並列アクセス
手段、適応分散格納論理ファイルアクセス手段、適応分
散格納論理ファイル並列アクセス手段等は計算機上で実
行されるプログラムによりその機能を実現することがで
き、この場合、本発明は、複数の計算機と、各計算機を
接続する計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータ
が分散格納された複数のディスクと、各計算機から各デ
ィスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を
備えたハードウェア構成において、これらのプログラム
を記録した記録媒体からプログラムを計算機にロードし
実行することで、実施することができる。以下、実施例
に即して詳細に説明する。

【００４５】

【実施例】［実施例１］図１は、本発明の第１の実施例
の構成を示すブロック図である。図１を参照すると、本
実施例は、ｍ台の計算機１−１〜１−ｍと、各計算機１
−１〜１−ｍを相互に接続する計算機接続網２と、論理
ファイルのデータを格納するｎ台のディスク４−１〜４
−ｎと、各計算機１−１〜１−ｍと各ディスク４−１〜
４−ｎを接続するディスク接続網３と、任意の計算機上
で動作する複数のクライアントプログラム５−１〜５−
ｋと、クライアントプログラムの稼働する計算機上で動
作する論理ファイルアクセス手段６−１〜６−ｋと、指
定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセッ
トアドレスから、ディスク識別子とディスク上のオフセ
ットアドレスを特定して、返却するアドレス変換手段７
と、を備えて構成されている。

【００４６】なお、本実施例の構成では、説明上、計算
機間の通信データが流れる計算機接続網２と計算機とデ
ィスク間のリード／ライトデータが流れるディスク接続
網３を分離して示しているが、FibreChannel（ファイバ
ーチャネル）のような接続網を用いれば、これを一つに
することもできる。

【００４７】図２は、本発明の第１の実施例におけるア
ドレス変換手段７の処理フローを示すフローチャートで
ある。図１及び図２を参照して、本発明の第１の実施例
について説明する。アドレス変換手段７は、任意の計算
機上で動作する論理ファイルアクセス手段６−１〜６−
ｋより、論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセッ
トアドレスが指定されて、呼び出される。

【００４８】まず、アドレス変換手段７は、論理ファイ
ルアクセス手段６−１〜６−ｋより受け取った要求から
論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセットアドレ
スを取得する（ステップ１０１）。

【００４９】次に、指定された論理ファイルと同一の論
理ファイルのアドレス変換を現在処理中であるかどうか
論理ファイル識別子を比較して確認する。もし、同一の
論理ファイルを処理中であった場合には、先の処理が終
了するまで待ち合わせる（ステップ１０２）。例えば、
論理ファイルアクセス手段６−１より指定された論理フ
ァイル識別子のアドレス変換要求を現在処理中の状況
で、このとき論理ファイルアクセス手段６−２より、同
一の論理ファイル識別子に対するアドレス変換要求を受
け取った場合には、論理ファイルアクセス手段６−１に
対して応答を返却するまで、論理ファイルアクセス手段
６−２からの要求のアドレス変換処理を保留させる。

【００５０】次に、指定された論理ファイル識別子に対
応する論理ファイル管理データを、その論理ファイル管
理データが格納されているディスクから読み出す（ステ
ップ１０３）。論理ファイルの管理データが格納された
ディスクおよびそのディスク上のアドレスを特定する方
法としては、論理ファイルの識別子から所定の計算式に
より、格納されたディスクの識別子およびそのディスク
上のオフセットアドレスを算出する方法や、予め定めら
れた論理ファイル管理データ格納領域に格納しておく方
法もある。

【００５１】次に論理ファイルの管理データを参照し、
論理ファイル内オフセットアドレスから、ディスク上の
オフセットアドレスを特定する（ステップ１０４）。ア
ドレス変換のための論理ファイルの管理データとして
は、例えば、論理ファイル内オフセットアドレスとブロ
ック番号の組のアドレス変換テーブルがある。アドレス
変換テーブルは、論理ファイルのオフセットアドレスを
インデックスとしたテーブルである。また、ブロックと
は、ディスク上の記憶領域をある固定長（ブロックサイ
ズ）で区切った単位を表し、ブロック番号は、区切った
ディスク上の記憶領域を先頭から番号付けした値であ
る。ブロック番号とブロックサイズの積は、当該ブロッ
クの先頭を示すディスク上のオフセットアドレスとな
る。

【００５２】アドレス変換手段７は、指定された論理フ
ァイル内オフセットアドレスをインデックスとして、ア
ドレス変換テーブルから、その領域に相当するブロック
番号を参照し、そのブロック番号からディスク上のオフ
セットアドレスを算出する。このようにして、アドレス
変換手段７は、指定された論理ファイル識別子と論理フ
ァイル内オフセットアドレスとから、ディスク識別子と
ディスク上のオフセットアドレスを特定して、要求元に
返却する（ステップ１０５）。

【００５３】図３は、本発明の第１の実施例における論
理ファイルアクセス手段６−１〜６−ｋの処理フローを
示すフローチャートである。論理ファイルアクセス手段
６−１〜６−ｋは、クライアントプログラム５−１〜５
−ｋが、ディスク接続網３に接続されたディスク４−１
〜４−ｎに格納された論理ファイルのデータをリード／
ライトするときに、クライアントプログラム５−１〜５
−ｋから、呼び出される。

【００５４】まず、呼び出された論理ファイルアクセス
手段６−１〜６−ｋは、論理ファイル識別子と論理ファ
イル内オフセットアドレスを指定して、アドレス変換手
段７へアドレス変換要求を発行する（ステップ１１
１）。

【００５５】次に、発行したアドレス変換要求の応答を
待ち合わせ、応答到着後、応答から指定した論理ファイ
ルが格納されたディスク識別子とその論理ファイル内オ
フセットアドレスに対応するディスク上のオフセットア
ドレスを取得する（ステップ１１２）。

【００５６】その後、論理ファイルアクセス手段６−１
〜６−ｋは、取得したディスク識別子に対応するディス
クに対して、ディスク上のオフセットアドレスを指定し
てＩ／Ｏを発行する（ステップ１１３）。

【００５７】これにより、クライアントプログラム５−
１〜５−ｋがディスク接続網３に接続されたディスク４
−１〜４−ｎに格納された論理ファイルのデータに対し
てリード／ライトする際、クライアントプログラム５−
１〜５−ｋが動作する計算機上からディスクに対して、
直接的に、リード／ライトすることが出来る。すなわ
ち、本発明の第１の実施例においては、従来、リード／
ライトするデータが他の計算機を経由するために発生し
ていたオーバーヘッドを削減している。

【００５８】また本発明の第１の実施例においては、複
数のクライアントプログラムが同一の論理ファイルに対
してリード／ライトする際のアクセス排他制御は、アド
レス変換手段７の内部において、単に内部のロック状態
を管理するだけとなり、従来のメインフレームにおける
ロック機構のように、ロックおよびロック解除に伴う２
往復の通信を必要とせず、高々アドレス変換手段７に対
する１往復の通信だけで済む。このため、クライアント
プログラムがディスクに対してリード／ライトを行なう
際に必要な通信回数を削減する。

【００５９】なお、アドレス変換手段７は、図２に示し
た処理方法に限定されるものでなく、論理ファイル管理
データが変化するようなアクセスが行なわれるときに限
り、その処理の間だけロックをするように、アドレス変
換手段７における内部処理のロック期間を短くして、ア
ドレス変換手段７を並行処理させるように構成してもよ
い。例えば、論理ファイルのデータをリードするアドレ
ス変換要求か、または既にデータ格納領域が確定してお
り、その上にデータをライトするアドレス変換要求（上
書きライト）では、論理ファイルの管理データが変化し
ない。この場合、同時に複数のアドレス変換要求が到着
してアドレス変換処理を行なっても、論理ファイル管理
データは乱れない。

【００６０】しかし、データ格納領域を論理ファイル管
理データに追加しながらのライト（追加ライト）のアド
レス変換要求が到着した場合、ディスク上のデータ格納
領域を新たに確保する処理の間や、その確保した領域を
論理ファイル管理データに追加して更新する処理の間
は、他方のアドレス変換処理を許すと論理ファイル管理
データが乱れたり、誤ったデータを用いたアドレス変換
処理が行なわれる可能性がある。そこで、これらの処理
の期間だけ、アドレス変換処理を排他制御する。

【００６１】このように、アドレス変換手段７において
は、アドレス変換処理を排他する期間を細かい単位で設
定することもできる。この場合、従来方式のように、通
信を伴うようなロック機構を用いて、このような細かい
単位の排他制御を行なうと、ロックおよびロック解除に
伴う通信が頻繁に発生し、そのオーバーヘッドが大きく
なるが、本発明の第１の実施例では、ロック制御はアド
レス変換手段７の内部処理で閉じているため、通信は発
生しない。

【００６２】［実施例２］次に本発明の第２実施例につ
いて説明する。図４は、本発明の第２実施例の構成を示
す図である。図４を参照すると、本発明の第２の実施例
は、クライアントプログラムが動作する複数の計算機１
−１〜１−ｋと、アドレス変換手段が動作する複数の計
算機１−ｉ〜１−ｊと、各計算機１−１〜１−ｋ、１−
ｉ〜１−ｊを接続する計算機接続網２と、各計算機と各
ディスクを接続するディスク接続網３と、論理ファイル
のデータを格納する複数のディスク群９−１〜９−ｈ
と、ディスク群を構成する複数のディスク４−１−１〜
４−ｈ−ｂと、任意の計算機上で動作する複数のクライ
アントプログラム５−１〜５−ｋと、クライアントプロ
グラム５−１〜５−ｋの稼働する計算機上で動作する適
応論理ファイルアクセス手段８−１〜８−ｋと、割り当
てられたディスクについて、指定された論理ファイル識
別子と論理ファイル内オフセットアドレスから、ディス
ク識別子とディスク上のオフセットアドレスを特定し
て、返却する複数のアドレス変換手段７−１〜ｈと、を
備えて構成されている。

【００６３】複数のアドレス変換手段７−１〜７−ｈ
は、ディスク接続網３に接続された複数のディスク群９
−１〜９−ｈのいずれかを分担する。本実施例では、ア
ドレス変換手段７−ｘ（ｘ：１〜ｈ）は、ディスク群９
−ｘを担当するものとする。またアドレス変換手段７−
１〜７−ｈが担当するディスクは、複数のアドレス変換
手段７−１〜７−ｈの間で互いに重複しないように設定
する。

【００６４】図５は、本発明の第２の実施例における適
応論理ファイルアクセス手段８−１〜８−ｋの処理フロ
ーを示すフローチャートである。図４及び図５を参照し
て、本発明の第２の実施例について説明する。適応論理
ファイルアクセス手段８−１〜８−ｋは、クライアント
プログラム５−１〜５−ｋが、ディスク接続網３に接続
された複数のディスク４−１−１〜４−ｈ−ｂに格納さ
れた論理ファイルのデータをリード／ライトするとき
に、クライアントプログラム５−１〜５−ｋから呼び出
される。

【００６５】まず、呼び出された適応論理ファイルアク
セス手段８−１〜８−ｋは、指定された論理ファイル識
別子から、その論理ファイルを管理するアドレス変換手
段を特定する（ステップ１２１）。アドレス変換手段を
特定する具体的な方法として、例えば論理ファイル識別
子とその論理ファイルを管理するアドレス変換手段の識
別子の変換テーブルを内部に持つ方法や、論理ファイル
識別子に特定のディスクに格納されていることを示す情
報を組み込んでおき、これを利用する方法等がある。

【００６６】次に、適応論理ファイルアクセス手段８−
１〜８−ｋは、指定された論理ファイル識別子と論理フ
ァイル内オフセットアドレスをパラメータとして、特定
したアドレス変換手段７−１〜７−ｈのいずれかに対
し、アドレス変換要求を発行する（ステップ１２２）。

【００６７】アドレス変換要求発行後、その応答を待ち
合わせ、応答到着後、応答から指定された論理ファイル
が格納されたディスク識別子とディスク上のオフセット
アドレスを取得する（ステップ１２３）。

【００６８】その後、適応論理ファイルアクセス手段８
−１〜８−ｋは、取得したディスク識別子に対応するデ
ィスクに対して、ディスク上のオフセットアドレスを指
定してＩ／Ｏを発行する（ステップ１２４）。

【００６９】これにより、複数のクライアントプログラ
ムが、ディスク接続網に接続されたディスクに格納され
た論理ファイルのデータに対してリード／ライトする
際、一つのアドレス変換手段にアドレス変換要求が集中
する負荷を複数のアドレス変換手段に分散することがで
きる。この結果、アドレス変換処理の効率を向上する。

【００７０】［実施例３］次に本発明の第３の実施例に
ついて説明する。図６は、本発明の第３の実施例の構成
を示すブロック図である。図６を参照すると、本実施例
は、クライアントプログラムが動作する複数の計算機１
−１〜１−ｋと、アドレス変換手段が動作する計算機１
−ｍと、各計算機１−１〜１−ｋ、１−ｍを接続する計
算機接続網２と、論理ファイルのデータを格納するディ
スク４−１〜４−ｎと、各計算機１−１〜１−ｋ、１−
ｍと各ディスク４−１〜４−ｎを接続するディスク接続
網３と、任意の計算機上で動作する複数のクライアント
プログラム５−１〜５−ｋと、いずれかの計算機上で動
作するアドレス変換手段７と、クライアントプログラム
の稼働する計算機上で動作する分散格納論理ファイルア
クセス手段１０−１〜０−ｋ、クライアントプログラム
の稼働する計算機上で動作する部分論理ファイルアドレ
ス変換手段１１−１〜１１−ｋとを備えて構成される。

【００７１】図７は、本発明の第３の実施例における部
分論理ファイルアドレス変換手段１１−１〜１１−ｋの
処理フローを示すフローチャートである。図６及び図７
を参照して、本発明の第３の実施例の動作について説明
する。

【００７２】部分論理ファイルアドレス変換手段１１−
１〜１１−ｋは、分散格納論理ファイルアクセス手段１
０−１〜１０−ｋより、論理ファイル識別子と論理ファ
イル内オフセットアドレスを指定されて、呼び出され
る。

【００７３】まず、部分論理ファイルアドレス変換手段
１１−１〜１１−ｋは、論理ファイル識別子と論理ファ
イル内オフセットアドレスを取得する（ステップ１３
１）。

【００７４】次に、論理ファイル識別子と論理ファイル
内オフセットアドレスから、これに対応する部分論理フ
ァイル内オフセットアドレスおよび部分論理ファイル識
別子を特定して返却する（ステップ１３２）。

【００７５】ここで、部分論理ファイルとは、各ディス
クに分散格納された論理ファイルのデータのうち、同じ
のディスクに格納されるデータの集合を表す。また部分
論理ファイル内オフセットアドレスとは、部分論理ファ
イルにおける論理ファイル内オフセットアドレスを表
す。論理ファイル内オフセットアドレスから、部分論理
ファイル内オフセットアドレスへ変換する具体的な方法
としては、データの分割サイズと、その分割した論理フ
ァイルのデータを格納するディスクの順番から求めるこ
とができる。

【００７６】例えば、分散格納するディスク数が４個、
分割サイズ４ＫＢとして、３２ＫＢの論理ファイルのデ
ータを先頭のディスクから順番に分散格納すると、４Ｋ
Ｂづつ８つの領域に分割される。この結果、１番目のデ
ィスクには、論理ファイル内オフセットアドレス：０〜
４ＫＢと１６〜２０ＫＢの領域のデータが格納され、こ
れらのデータが１番目のディスクの部分論理ファイルを
構成する。例えば、論理ファイル内オフセットアドレ
ス：１６ＫＢは、１番目のディスクの部分論理ファイル
内オフセットアドレス：４ＫＢに相当する。

【００７７】また、部分論理ファイル識別子は、論理フ
ァイルを構成する複数の部分論理ファイルにおいて、ど
のディスクに格納された部分論理ファイルであるかを一
意に識別する値である。

【００７８】図８は、本発明の第３の実施例における分
散格納論理ファイルアクセス手段１０−１〜１０−ｋの
動作を示すフローチャートである。分散格納論理ファイ
ルアクセス手段１０−１〜１０−ｋは、クライアントプ
ログラム５−１〜５−ｋが、ディスク接続網３に接続さ
れた複数のディスクに分散格納された論理ファイルのデ
ータをリード／ライトするときに呼び出される。

【００７９】まず、呼び出された分散格納論理ファイル
アクセス手段１０−１〜１０−ｋは、指定された論理フ
ァイル識別子と論理ファイル内オフセットアドレスをパ
ラメータとして、部分論理ファイルアドレス変換手段１
１−１〜１１−ｋを呼び出す（ステップ１４１）。

【００８０】この結果、部分論理ファイル内オフセット
アドレスと部分論理ファイル識別子を取得する（ステッ
プ１４２）。

【００８１】次に、部分論理ファイル識別子と部分論理
ファイル内オフセットアドレスをパラメータとして、ア
ドレス変換手段７に対し、アドレス変換要求を発行する
（ステップ１４３）。

【００８２】アドレス変換要求発行後、応答を待ち合わ
せ、応答到着後、部分論理ファイル識別子と部分論理フ
ァイル内オフセットアドレスに対応するディスクの識別
子とディスク上のオフセットアドレスを取得する（ステ
ップ１４４）。

【００８３】その後、ディスクの識別子とディスク上の
オフセットアドレスをパラメータとして、ディスク接続
網３を介しＩ／Ｏを発行する（ステップ１４５）。

【００８４】これにより、複数のディスクに分散格納さ
れた論理ファイルのデータに対しても、クライアントプ
ログラムが動作する計算機上からディスク接続網を介し
て直接的にリード／ライト出来るため、リード／ライト
するデータが他の計算機を経由する際のオーバーヘッド
を削減できる。また、複数のクライアントプログラムが
同一のファイルに対してアクセスする際のコンシステン
シ維持のための通信回数を削減することができる。

【００８５】［実施例４］次に本発明の第４の実施例に
ついて説明する。図９は、本発明の第４の実施例の構成
を示すブロック図である。図９を参照すると、本実施例
は、クライアントプログラムが動作する複数の計算機１
−１〜１−ｋと、アドレス変換手段が動作する計算機１
−ｍと、各計算機１−１〜１−ｋ、１−ｍを接続する計
算機接続網２と、論理ファイルのデータを格納するディ
スク４−１〜４−ｎと、各計算機１−１〜１−ｋ、１−
ｍと各ディスク４−１〜４−ｎを接続するディスク接続
網３と、任意の計算機上で動作する複数のクライアント
プログラム５−１〜５−ｋと、いずれかの計算機上で動
作するアドレス変換手段７と、クライアントプログラム
の稼働する計算機上で動作する部分論理ファイルアドレ
ス変換手段１１−１〜１１−ｋ、クライアントプログラ
ムの稼働する計算機上で動作する分散格納論理ファイル
並列アクセス手段１２−１〜１２−ｋと、を備えて構成
される。

【００８６】図１０は、本発明の第４の実施例における
分散格納論理ファイル並列アクセス手段１２−１〜１２
−ｋの動作を示すフローチャートである。図９及び図１
０を参照して、本発明の第４の実施例の動作について説
明する。以下は分散格納論理ファイル並列アクセス手段
１２−１に着目して説明する。

【００８７】分散格納論理ファイル並列アクセス手段１
２−１は、クライアントプログラム５−１がディスク接
続網３に接続された複数のディスクに分散格納された論
理ファイルのデータをリード／ライトするときに呼び出
される。

【００８８】まず、呼び出された分散格納論理ファイル
並列アクセス手段１２−１は、指定された論理ファイル
をリード／ライトする範囲を分散格納された単位毎に分
割し、各範囲の先頭を示す論理ファイル内オフセットア
ドレスを特定する（ステップ１５１）。例えば、指定さ
れた論理ファイル内オフセットアドレスが０、呼び出し
サイズ１６ＫＢ、分散格納された単位が４ＫＢの場合
は、０、４ＫＢ、８ＫＢ、１２ＫＢの４つの範囲に分割
される。

【００８９】次に、分割した各範囲の先頭を示す論理フ
ァイル内オフセットアドレスと論理ファイル識別子をパ
ラメータとして、前記部分論理ファイルアドレス変換手
段１１−１を呼び出す（ステップ１５２）。その結果、
分割した各範囲の先頭を示す論理ファイル内オフセット
アドレスに対応する部分論理ファイル内オフセットアド
レスと部分論理ファイル識別子を取得する（ステップ１
５３）。

【００９０】次に、取得した部分論理ファイル内オフセ
ットアドレスと部分論理ファイル識別子をパラメータと
して、アドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発
行する（ステップ１５４）。

【００９１】アドレス変換要求発行後、応答を待ち合わ
せるが、その応答到着後、部分論理ファイル内オフセッ
トアドレスと部分論理ファイル識別子に対応するディス
ク識別子とディスク上のオフセットアドレスを取得する
（ステップ１５５）。

【００９２】ここで、ステップ１５１において分割した
すべてのリード／ライト範囲について、以上の処理を繰
り返す（ステップ１５６）。

【００９３】次に、取得したディスク識別子とディスク
上のオフセットアドレスをパラメータとして、ディスク
に対しＩ／Ｏを発行する（ステップ１５７）。ただし、
Ｉ／Ｏの完了を待ち合わせず、非同期に、ステップ１５
１において分割したすべてのリード／ライト範囲につい
てＩ／Ｏの発行を繰り返す（ステップ１５８）。

【００９４】すべてのＩ／Ｏ発行処理が終了した後、Ｉ
／Ｏ発行完了を待ち合わせる（ステップ１５９）。

【００９５】その後、すべてのＩ／Ｏ発行が完了した時
点で処理を終了する（ステップ１６０）。

【００９６】このように、クライアントプログラムが分
散格納された論理ファイルのデータをリード／ライトす
る際、リード／ライトする範囲を複数に分割し、それぞ
れについて同時にＩ／Ｏを発行することにより、リード
／ライトを始めてから完了するまでの全体の処理時間が
短縮され、リード／ライト処理を高速化することができ
る。

【００９７】［実施例５］次に本発明の第５の実施例に
ついて説明する。図１１は、本発明の第５の実施例の構
成を示すブロック図である。図１１を参照すると、本実
施例は、クライアントプログラムが動作する複数の計算
機１−１〜１−ｋと、アドレス変換手段が動作する複数
の計算機１−ｉ〜１−ｊと、各計算機１−１〜１−ｋ、
１−ｉ〜１−ｊを接続する計算機接続網２と、各計算機
と各ディスクを接続するディスク接続網３と、論理ファ
イルのデータを格納する複数のディスク群９−１〜９−
ｈと、ディスク群を構成する複数のディスク４−１−１
〜４−ｈ−ｂと、任意の計算機上で動作する複数のクラ
イアントプログラム５−１〜５−ｋと、複数のアドレス
変換手段７−１〜７−ｈと、クライアントプログラムの
稼働する計算機上で動作する部分論理ファイルアドレス
変換手段１１−１〜１１−ｋと、クライアントプログラ
ムの稼働する計算機上で動作する適応分散格納論理ファ
イルアクセス手段１３−１〜１３−ｋとを備えて構成さ
れる。

【００９８】図１２は、本発明の第５の実施例における
適応分散格納論理ファイルアクセス手段１３−１〜１３
−ｋの動作を示すフローチャートである。図１１及び図
１２を参照して、本発明の第５の実施例の動作について
説明する。以下、適応分散格納論理ファイルアクセス手
段１３−１に着目して説明する。

【００９９】適応分散格納論理ファイルアクセス手段１
３−１は、クライアントプログラム５−１がディスク接
続網３に接続された複数のディスクに分散格納された論
理ファイルのデータをリード／ライトするときに呼び出
される。

【０１００】まず、呼び出された適応分散論理ファイル
アクセス手段１２−１は、指定された論理ファイルのデ
ータをリード／ライトする範囲を分散格納された単位毎
に分割し、各範囲の先頭を示す論理ファイル内オフセッ
トアドレスを特定する（ステップ１７１）。

【０１０１】次に、分割した各範囲を示す論理ファイル
内オフセットアドレスと論理ファイル識別子をパラメー
タとして、部分論理ファイルアドレス変換手段１１−１
を呼び出す（ステップ１７２）。

【０１０２】その結果、論理ファイル内オフセットアド
レスと論理ファイル識別子に対応する、部分論理ファイ
ル内オフセットアドレスと部分論理ファイル識別子を取
得する（ステップ１７３）。

【０１０３】次に、その部分論理ファイルが管理される
アドレス変換手段７−１〜ｈを特定する（ステップ１７
４）。この例ではアドレス変換手段７−１を特定したも
のとする。

【０１０４】次に、部分論理ファイル内オフセットアド
レスと部分論理ファイル識別子をパラメータとして、前
記特定したアドレス変換手段７−１に対し、アドレス変
換要求を発行する（ステップ１７５）。ここで、アドレ
ス変換要求の応答を待ち合わせずに、ステップ１７１に
おいて分割したリード／ライト範囲のすべてについて、
アドレス変換要求を発行するまで以上の処理を繰り返す
（ステップ１７６）。

【０１０５】分割したリード／ライト範囲のすべてにつ
いてアドレス変換要求を発行した後、その応答を待ち合
わせる。応答が到着次第、指定した部分論理ファイル内
オフセットアドレスと部分論理ファイル識別子に対応す
るディスク上のオフセットアドレスとディスク識別子を
取得する（ステップ１７７）。

【０１０６】これを発行したすべてのアドレス変換要求
の応答が返却されるまで繰り返す（ステップ１７８）。

【０１０７】次に、取得したディスク上のオフセットア
ドレスとディスク識別子をパラメータとして、それぞれ
Ｉ／Ｏを発行する（ステップ１７９）。

【０１０８】これにより、複数のディスクに分散格納さ
れた論理ファイルのデータに対してリード／ライトする
際、リード／ライトする範囲を複数に分割し、それぞれ
について同時にアドレス変換要求を発行するため、アド
レス変換処理を始めてから完了するまでの全体の処理時
間が短縮されるので、アドレス変換処理を高速化するこ
とができる。

【０１０９】［実施例６］次に本発明の第６の実施例に
ついて説明する。図１３は、本発明の第６の実施例の構
成を示すブロック図である。図１３を参照すると、本実
施例は、クライアントプログラムが動作する複数の計算
機１−１〜１−ｋと、アドレス変換手段が動作する複数
の計算機１−ｉ〜１−ｊと、各計算機１−１〜１−ｋ、
１−ｉ〜１−ｊを接続する計算機接続網２と、各計算機
と各ディスクを接続するディスク接続網３と、論理ファ
イルのデータを格納する複数のディスク群９−１〜９−
ｈと、ディスク群を構成する複数のディスク４−１−１
〜４−ｈ−ｂと、任意の計算機上で動作する複数のクラ
イアントプログラム５−１〜５−ｋと、複数のアドレス
変換手段７−１〜７−ｈと、クライアントプログラムの
稼働する計算機上で動作する部分論理ファイルアドレス
変換手段１１−１〜１１−ｋと、クライアントプログラ
ムの稼働する計算機上で動作する適応分散格納論理ファ
イル並列アクセス手段１４−１〜１４−ｋとを備えて構
成される。

【０１１０】図１４は、本発明の第６の実施例における
適応分散格納論理ファイル並列アクセス手段１４−１〜
１４−ｋの動作を示すフローチャートである。図１３及
び図１４を参照して、本発明の第６の実施例の動作につ
いて説明する。以下、適応分散格納論理ファイル並列ア
クセス手段１４−１に着目して説明する。

【０１１１】適応分散格納論理ファイル並列アクセス手
段１４−１は、クライアントプログラム５−１がディス
ク接続網に接続された複数のディスクに分散格納された
論理ファイルのデータをリード／ライトするときに呼び
出される。

【０１１２】まず、呼び出された適応分散格納論理ファ
イル並列アクセス手段１４−１は、指定された論理ファ
イルのデータをリード／ライトする範囲を分散格納され
た単位毎に分割し、各範囲の先頭を示す論理ファイル内
オフセットアドレスを特定する（ステップ１８１）。

【０１１３】次に、分割した各範囲を示す論理ファイル
内オフセットアドレスと論理ファイル識別子をパラメー
タとして、部分論理ファイルアドレス変換手段１１−１
を呼び出す（ステップ１８２）。

【０１１４】その結果、論理ファイル内オフセットアド
レスと論理ファイル識別子に対応する部分論理ファイル
内オフセットアドレスと部分論理ファイル識別子を取得
する（ステップ１８３）。

【０１１５】次に、その部分論理ファイルが管理される
アドレス変換手段７−１〜７−ｈを特定する（ステップ
１８４）。ここでは、アドレス変換手段７−１を特定し
たものとする。

【０１１６】次に、部分論理ファイル内オフセットアド
レスと部分論理ファイル識別子をパラメータとして、前
記特定したアドレス変換手段７−１に対し、アドレス変
換要求を発行する（ステップ１８５）。

【０１１７】ここで、アドレス変換要求の応答を待ち合
わせずに、ステップ１８１において分割したリード／ラ
イト範囲のすべてについて、アドレス変換要求を発行す
るまで以上の処理を繰り返す（ステップ１８６）。

【０１１８】分割したリード／ライト範囲のすべてにつ
いてアドレス変換要求を発行した後、その応答を待ち合
わせる（ステップ１８７）。

【０１１９】ここで、何らかの応答が到着したことを検
知する（ステップ１８８）。

【０１２０】もし、応答がアドレス変換要求の応答だっ
た場合、指定した部分論理ファイル内オフセットアドレ
スと部分論理ファイル識別子に対応するディスク上のオ
フセットアドレスとディスク識別子を取得する（ステッ
プ１８９）。

【０１２１】次に、ディスク上のオフセットアドレスと
ディスク識別子を用いてディスクに対しＩ／Ｏを発行す
る（ステップ１９０）。

【０１２２】ただし、Ｉ／Ｏは非同期的に発行し、ステ
ップ１８７に戻り、Ｉ／Ｏ完了の応答かアドレス変換要
求の応答のいずれかを待ち合わせる。ステップ１８８に
おいて、もしＩ／Ｏ完了の応答だった場合、ステップ１
８１において分割したすべての範囲についてＩ／Ｏが行
なったかどうか確認し、まだすべて完了していない場合
は、ステップ１８７に戻り、Ｉ／Ｏ完了の応答かアドレ
ス変換要求の応答のいずれかを待ち合わせる。

【０１２３】もし、すべて完了していた場合は処理を終
了する（ステップ１９１）。

【０１２４】これにより、リード／ライト範囲を分割し
た複数の論理ファイル内オフセットアドレスのすべての
アドレス変換処理時間を短縮化すると同時に、複数のデ
ィスクに対するＩ／Ｏ発行処理時間を短縮化できるた
め、アドレス変換処理およびリード／ライト処理の全体
を高速化することができる。

【０１２５】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば下
記記載の効果を奏する。

【０１２６】本願第１発明の効果は、クライアントプロ
グラムがディスク接続網に接続された複数のディスクに
格納された論理ファイルのデータに対してリード／ライ
トする際、クライアントプログラムが動作する計算機上
からディスク接続網を介して直接的にリード／ライト出
来るため、リード／ライトするデータが他の計算機を経
由するために発生するオーバーヘッドを削減できる、と
いうことである。

【０１２７】これを同時に、クライアントプログラムが
論理ファイル管理データの更新を伴うようなアクセスを
行なう場合、論理ファイルアクセス手段は、各クライア
ントプログラムから到着したアドレス変換要求をシリア
ライズし、ある論理ファイルに対する要求を処理してい
る間、他の要求の処理を待ち合わせ、論理ファイル管理
データのコンシステンシは維持される。

【０１２８】これにより、クライアントプログラムが論
理ファイルのデータにアクセスする際に計算機間で発生
する通信は、高々クライアントプログラムが動作する計
算機とアドレス変換手段が動作する計算機の間における
一回の通信だけとなる。この結果、従来のメインフレー
ムで行なわれているようなロック要求／ロック解除要求
を伴う論理ファイル管理データのコンシステンシを維持
するための排他制御方式よりも通信回数を削減すること
ができる。

【０１２９】本願第２発明の効果は、複数のクライアン
トプログラムから、一つのアドレス変換手段にアドレス
変換要求が集中する負荷を複数のアドレス変換手段に分
散することができ、アドレス変換処理効率を向上する、
ということである。

【０１３０】本願第３発明の効果は、複数のディスクに
分散格納された論理ファイルのデータに対しても、第１
発明と同様に、クライアントプログラムが動作する計算
機上からディスク接続網を介して直接的にリード／ライ
ト出来るため、リード／ライトするデータが他の計算機
を経由するために発生するオーバーヘッドを削減でき
る、ということである。

【０１３１】また、複数のクライアントプログラムが同
一の論理ファイルをアクセスする際、論理ファイル管理
データのコンシステンシ維持のための通信回数を削減す
ることができる。

【０１３２】本願第４発明の効果は、リード／ライトを
始めてから完了するまでの全体の処理時間が短縮され、
リード／ライト処理を高速化できる、ということであ
る。

【０１３３】本願第５発明の効果は、リード／ライト範
囲を分割した複数の論理ファイル内オフセットアドレス
のすべてをアドレス変換する際、すべてのアドレス変換
処理を完了するまでの全体の処理時間が短縮され、アド
レス変換処理を高速化することができる、ということで
ある。

【０１３４】本願第６発明の効果は、リード／ライト範
囲を分割した複数の論理ファイル内オフセットアドレス
のすべてのアドレス変換処理の全体の時間を短縮化する
と同時に、複数のディスクに対するＩ／Ｏ発行処理の全
体の時間を短縮化できるため、アドレス変換処理および
リード／ライト処理の全体の処理を高速化することがで
きる、ということである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施例の構成を示すブロック図
である。

【図２】本発明の第１の実施例におけるアドレス変換手
段の動作を示すフローチャートである。

【図３】本発明の第１の実施例における論理ファイルア
クセス手段の動作を示すフローチャートである。

【図４】本発明の第２の実施例の構成を示すブロック図
である。

【図５】本発明の第２の実施例における適応論理ファイ
ルアクセス手段の動作を示すフローチャートである。

【図６】本発明の第３の実施例の構成を示すブロック図
である。

【図７】本発明の第３の実施例における分散格納論理フ
ァイルアクセス手段の動作を示すフローチャートであ
る。

【図８】本発明の第３の実施例における部分論理ファイ
ルアドレス変換手段の動作を示すフローチャートであ
る。

【図９】本発明の第４の実施例の構成を示すブロック図
である。

【図１０】本発明の第４の実施例における分散格納論理
ファイル並列アクセス手段の動作を示すフローチャート
である。

【図１１】本発明の第５の実施例の構成を示すブロック
図である。

【図１２】本発明の第５の実施例における適応分散格納
論理ファイルアクセス手段の動作を示すフローチャート
である。

【図１３】本発明の第６の実施例の構成を示すブロック
図である。

【図１４】本発明の第６の実施例における適応分散格納
論理ファイル並列アクセス手段の動作を示すフローチャ
ートである。

【図１５】従来の論理ファイルアクセス方式を模式的に
示す図である。

【図１６】従来の論理ファイルアクセス方式を模式的に
示すブロック図である。

【図１７】従来の論理ファイルアクセスの排他制御方式
を示すブロック図である。

【符号の説明】

１−１〜１−ｋ、１−ｉ〜１−ｊ 計算機 ２ 計算機接続網 ３ ディスク接続網 ４−１〜４−ｎ、４−１−１〜４−１−ａ、４−ｈ−１
〜４−ｈ−ｂ ディスク ５−１〜５−ｋ クライアントプログラム ６−１〜６−ｋ 論理ファイルアクセス手段 ７、７−１〜７−ｈ アドレス変換手段 ８−１〜８−ｋ 適応論理ファイルアクセス手段 ９−１〜９−ｈ ディスク群 １０−１〜１０−ｋ 分散格納論理ファイルアクセス手
段 １１−１〜１１−ｋ 部分論理ファイルアドレス変換手
段 １２−１〜１２−ｋ 分散格納論理ファイル並列アクセ
ス手段 １３−１〜１３−ｋ 適応分散格納論理ファイルアクセ
ス手段 １４−１〜１４−ｋ 適応分散格納論理ファイル並列ア
クセス手段

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 大和 純一 東京都港区芝五丁目７番１号 日本電気 株式会社内 (56)参考文献 特開 昭63−155255（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−276620（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−93199（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−164827（ＪＰ，Ａ) Ｓｏｌｔｉｓ Ｓ． ｅｔ ａｌ．, Ｔｈｅ Ｄｅｓｉｇｎ ａｎｄ Ｐｅｒ ｆｏｒｍａｎｃｅ ｏｆ ａ Ｓｈａｒ ｅｄ Ｄｉｓｋ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅ ｍ ｆｏｒ ＩＲＩＸ，ｔｈｅ Ｓｉｘ ｔｈ ＮＡＳＡ Ｇｏｄｄａｒｄ Ｓｐ ａｃｅ Ｆｌｉｇｈｔ Ｃｅｎｔｅｒ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ ｏｎ Ｍａｓｓ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ ａ ｎｄ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｉｅｓ，米 国，ＩＥＥＥ／ＮＡＳＡ，1998年 ３ 月，ｐ．41−55，ＵＲＬ，ｈｔｔｐ： ／／ｒｏｍｕｌｕｓ．ｇｓｆｃ．ｎａｓ ａ．ｇｏｖ／ｍｓｓｔ／ｃｏｎｆ1998. ｈｔｍｌ Ｏ’Ｋｅｅｆｅ Ｍ．Ｔ．，Ｓｈａｒ ｅｄ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ ａｎ ｄ Ｆｉｂｒｅ Ｃｈａｎｎｅｌ，ｔｈ ｅ Ｓｉｘｔｈ ＮＡＳＡ Ｇｏｄｄａ ｒｄ Ｓｐａｃｅ Ｆｌｉｇｈｔ Ｃｅ ｎｔｅｒ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ ｏｎ Ｍａｓｓ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｓｙｓｔ ｅｍｓ ａｎｄ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｉ ｅｓ，米国，ＩＥＥＥ／ＮＡＳＡ，1998 年 ３月，ｐ．１−16，ＵＲＬ，ｈｔｔ ｐ：／／ｒｏｍｕｌｕｓ．ｇｓｆｃ．ｎ ａｓａ．ｇｏｖ／ｍｓｓｔ／ｃｏｎｆ 1998．ｈｔｍｌ (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/00,15/16 - 15/177 G06F 3/06

Claims (12)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、論理ファイルが格納された一つ又は複
   数のディスクと、前記各計算機から前記各ディスクへ直
   接的にアクセスできるディスク接続網と、を含むディス
   ク共有型クラスタシステムにおける論理ファイル管理シ
   ステムであって、 前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機上で動
   作し、前記ディスクに格納された論理ファイルについ
   て、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オ
   フセットアドレスとから、ディスク識別子とディスク上
   のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元へ返却
   するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうちの任意の計算機上で動作するク
   ライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続され
   た前記ディスクに格納された論理ファイルをリード／ラ
   イトする際に起動され、指定された論理ファイル識別子
   と論理ファイル内オフセットアドレスをパラメータとし
   て、前記アドレス変換手段に対して、アドレス変換要求
   を発行し、前記アドレス変換手段から返却されたディス
   ク識別子とディスク上のオフセットアドレスをパラメー
   タとして、前記ディスク接続網を介して直接的にリード
   ／ライトを行なう論理ファイルアクセス手段と、 を含む、ことを特徴とする論理ファイル管理システム。
2. 【請求項２】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、論理ファイルが格納された一つ又は複
   数のディスクと、前記各計算機から前記各ディスクへ直
   接的にアクセスできるディスク接続網と、を含むディス
   ク共有型クラスタシステムにおける論理ファイル管理シ
   ステムであって、 前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算機上で
   動作し、互いに重複しない一つ又は複数の前記ディスク
   を担当し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイ
   ル内オフセットアドレスから、ディスク識別子とディス
   ク上のオフセットアドレスを決定して、これらを要求元
   へ返却するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   前記ディスクに格納された論理ファイルをリード／ライ
   トする際に起動され、論理ファイル識別子からアドレス
   変換要求を発行するべき前記アドレス変換手段を特定
   し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オ
   フセットアドレスをパラメータとして、前記特定したア
   ドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行し、前
   記アドレス変換手段から返却されたディスク識別子とデ
   ィスク上のオフセットアドレスをパラメータとして、前
   記ディスク接続網を介して直接的にリード／ライトを行
   なう適応論理ファイルアクセス手段と、 を含むことを特徴とする論理ファイル管理システム。
3. 【請求項３】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散格
   納された複数のディスクと、前記各計算機から前記各デ
   ィスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を
   含むディスク共有型クラスタシステムにおける論理ファ
   イル管理システムであって、 前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機上で動
   作し、前記ディスクに格納された論理ファイルについ
   て、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オ
   フセットアドレスとから、ディスク識別子とディスク上
   のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元へ返却
   するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイルのデ
   ータに対してリード／ライトする際に起動され、指定さ
   れた論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセットア
   ドレスから、分散格納された論理ファイルのデータの中
   で同じディスクに格納されたデータの集合を表す部分論
   理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理ファイ
   ル内オフセットアドレスを決定し、これらを返却する部
   分論理ファイルアドレス変換手段と、 前記部分論理ファイルアドレス変換手段から得られた部
   分論理ファイル識別子と部分論理ファイル内オフセット
   アドレスをパラメータとして、前記アドレス変換手段へ
   アドレス変換要求を発行し、前記アドレス変換手段から
   返却されたディスク識別子とディスク上のオフセットア
   ドレスをパラメータとして、前記ディスク接続網を介し
   て直接的にリード／ライトを行なう分散格納論理ファイ
   ルアクセス手段と、 を含む、ことを特徴とする論理ファイル管理システム。
4. 【請求項４】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散格
   納された複数のディスクと、前記各計算機から各ディス
   クへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を含む
   ディスク共有型クラスタシステムにおける論理ファイル
   管理システムであって、 前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機上で動
   作し、前記ディスクに格納された論理ファイルについ
   て、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オ
   フセットアドレスとから、ディスク識別子とディスク上
   のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元へ返却
   するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイルのデ
   ータに対してリード／ライトする際に起動され、指定さ
   れた論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセットア
   ドレスから、分散格納された論理ファイルのデータの中
   で同じディスクに格納されたデータの集合を表す部分論
   理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理ファイ
   ル内オフセットアドレスを決定し、これらを返却する部
   分論理ファイルアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうちの任意の計算機上で動作するク
   ライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続され
   た前記複数のディスクに分散格納された論理ファイルの
   データに対してリード／ライトする際に起動され、指定
   された論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納さ
   れた単位毎に分割し、分割された各範囲の先頭を示す複
   数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定された論
   理ファイル識別子をパラメータとして前記部分論理ファ
   イルアドレス変換手段を呼び出し、返却された部分論理
   ファイル識別子と部分論理ファイル内オフセットアドレ
   スをパラメータとして前記アドレス変換手段に対してア
   ドレス変換要求を発行し、前記アドレス変換手段から返
   却された複数のディスク識別子とディスク上のオフセッ
   トアドレスの組をパラメータとして、同時に複数のディ
   スクに対してリード／ライトを行なう分散格納論理ファ
   イル並列アクセス手段と、 を含むことを特徴とする論理ファイル管理システム。
5. 【請求項５】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散格
   納された複数のディスクと、前記各計算機から各ディス
   クへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を含む
   ディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル管理シ
   ステムにおいて、 前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算機上で
   動作し、互いに重複しない一つ又は複数の前記ディスク
   を担当し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイ
   ル内オフセットアドレスから、ディスク識別子とディス
   ク上のオフセットアドレスを決定して、これらを要求元
   へ返却するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイルのデ
   ータに対してリード／ライトする際に起動され、指定さ
   れた論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセットア
   ドレスから、分散格納された論理ファイルのデータの中
   で同じディスクに格納されたデータの集合を表す部分論
   理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理ファイ
   ル内オフセットアドレスを決定し、これらを要求元に返
   却する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   複数のディスクに分散格納された論理ファイルのデータ
   に対してリード／ライトする際に起動され、指定された
   論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納された単
   位毎に分割し、分割された各範囲の先頭を示す複数の論
   理ファイル内オフセットアドレスと指定された論理ファ
   イル識別子をパラメータとして部分論理ファイルアドレ
   ス変換手段を呼び出し、返却された複数の部分論理ファ
   イル識別子をパラメータとしてアドレス変換要求を発行
   すべきアドレス変換手段をそれぞれ特定し、前記部分論
   理ファイルアドレス変換手段から得られた部分論理ファ
   イル識別子と部分論理ファイル内オフセットアドレスを
   パラメータとして、同時に、複数の前記アドレス変換手
   段に対してアドレス変換要求を発行し、返却された複数
   のディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスを
   パラメータとしてディスク接続網を介して直接的にリー
   ド／ライトを行なう適応分散格納論理ファイルアクセス
   手段と、 を含むことを特徴とする論理ファイル管理システム
6. 【請求項６】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散格
   納された複数のディスクと、前記各計算機から前記各デ
   ィスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を
   含むディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル管
   理システムにおいて、 前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算機上で
   動作し、互いに重複しない一つまたは複数の前記ディス
   クを担当し、指定された論理ファイル識別子と論理ファ
   イル内オフセットアドレスから、ディスク識別子とディ
   スク上のオフセットアドレスを決定して、これらを要求
   元へ返却するアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが前記ディスク接続網に接続された
   複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイルのデ
   ータに対してリード／ライトする際に起動され、指定さ
   れた論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセットア
   ドレスから、分散格納された論理ファイルのデータの中
   で同じディスクに格納されたデータの集合を表す部分論
   理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理ファイ
   ル内オフセットアドレスを決定し、これらを要求元に返
   却する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作するクラ
   イアントプログラムが、ディスク接続網に接続された複
   数のディスクに分散格納された論理ファイルのデータに
   対してリード／ライトする際に起動され、指定された論
   理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納された単位
   毎に分割し、分割された各範囲の先頭を示す複数の論理
   ファイル内オフセットアドレスと指定された論理ファイ
   ル識別子をパラメータとして前記部分論理ファイルアド
   レス変換手段を呼び出し、前記部分論理ファイルアドレ
   ス変換手段から返却された複数の部分論理ファイル識別
   子をパラメータとしてアドレス変換要求を発行するべき
   前記アドレス変換手段をそれぞれ特定し、前記部分論理
   ファイルアドレス変換手段から得られた部分論理ファイ
   ル識別子と部分論理ファイル内オフセットアドレスをパ
   ラメータとして、複数の前記アドレス変換手段に対し
   て、アドレス変換要求を発行すると同時に、複数の前記
   ディスクに対して直接的にリード／ライトを行なう適応
   分散格納論理ファイル並列アクセス手段と、 を含むことを特徴とする論理ファイル管理システム。
7. 【請求項７】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、論理ファイルが格納された一つまたは
   複数のディスクと、前記各計算機から前記各ディスクへ
   直接的にアクセスできるディスク接続網と、を含むディ
   スク共有型クラスタシステムの論理ファイル管理システ
   ムを実現するプログラムを記録した記録媒体において、 （ａ）前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機
   上で実行され、前記ディスクに格納された論理ファイル
   について、指定された論理ファイル識別子と論理ファイ
   ル内オフセットアドレスとから、ディスク識別子とディ
   スク上のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元
   へ返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうちの任意の計算機上で動作
   するクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接
   続された前記ディスクに格納された論理ファイルをリー
   ド／ライトする際に起動され、指定された論理ファイル
   識別子と論理ファイル内オフセットアドレスをパラメー
   タとして、前記アドレス変換手段に対して、アドレス変
   換要求を発行し、前記アドレス変換手段から返却された
   ディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスをパ
   ラメータとして、前記ディスク接続網を介して直接的に
   リード／ライトを行なう論理ファイルアクセス手段と、 の（ａ）、及び（ｂ）の各手段を前記計算機上で機能さ
   せるためのプログラムを記録した記録媒体。
8. 【請求項８】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、論理ファイルが格納された一つ又は複
   数のディスクと、前記各計算機から前記各ディスクへ直
   接的にアクセスできるディスク接続網と、を含むディス
   ク共有型クラスタシステムの論理ファイル管理システム
   を実現するプログラムを記録した記録媒体において、 （ａ）前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算
   機上で動作し、互いに重複しない一つ又は複数の前記デ
   ィスクを担当し、指定された論理ファイル識別子と論理
   ファイル内オフセットアドレスから、ディスク識別子と
   ディスク上のオフセットアドレスを決定して、これらを
   要求元へ返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
   るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
   された前記ディスクに格納された論理ファイルをリード
   ／ライトする際に起動され、論理ファイル識別子からア
   ドレス変換要求を発行するべき前記アドレス変換手段を
   特定し、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル
   内オフセットアドレスをパラメータとして、前記特定し
   たアドレス変換手段に対してアドレス変換要求を発行
   し、前記アドレス変換手段から返却されたディスク識別
   子とディスク上のオフセットアドレスをパラメータとし
   て、前記ディスク接続網を介して直接的にリード／ライ
   トを行なう適応論理ファイルアクセス手段と、 の（ａ）、及び（ｂ）の各手段を前記計算機上で機能さ
   せるためのプログラムを記録した記録媒体。
9. 【請求項９】複数の計算機と、前記各計算機を接続する
   計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散格
   納された複数のディスクと、前記各計算機から前記各デ
   ィスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を
   含むディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル管
   理システムを実現するプログラムを記録した記録媒体に
   おいて、 （ａ）前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機
   上で動作し、前記ディスクに格納された論理ファイルに
   ついて、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル
   内オフセットアドレスとから、ディスク識別子とディス
   ク上のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元へ
   返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
   るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
   された複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイ
   ルのデータに対してリード／ライトする際に起動され、
   指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセ
   ットアドレスから、分散格納された論理ファイルのデー
   タの中で同じディスクに格納されたデータの集合を表す
   部分論理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理
   ファイル内オフセットアドレスを決定し、これらを返却
   する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 （ｃ）前記部分論理ファイルアドレス変換手段から得ら
   れた部分論理ファイル識別子と部分論理ファイル内オフ
   セットアドレスをパラメータとして、前記アドレス変換
   手段へアドレス変換要求を発行し、前記アドレス変換手
   段から返却されたディスク識別子とディスク上のオフセ
   ットアドレスをパラメータとして、前記ディスク接続網
   を介して直接的にリード／ライトを行なう分散格納論理
   ファイルアクセス手段と、 の（ａ）乃至（ｃ）の各手段を前記計算機上で機能させ
   るためのプログラムを記録した記録媒体。
10. 【請求項１０】複数の計算機と、前記各計算機を接続す
    る計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散
    格納された複数のディスクと、前記各計算機から各ディ
    スクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を含
    むディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル管理
    システムを実現するプログラムを記録した記録媒体にお
    いて、 （ａ）前記複数の計算機のうちのいずれか一つの計算機
    上で動作し、前記ディスクに格納された論理ファイルに
    ついて、指定された論理ファイル識別子と論理ファイル
    内オフセットアドレスとから、ディスク識別子とディス
    ク上のオフセットアドレスを決定し、これらを要求元へ
    返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
    るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
    された複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイ
    ルのデータに対してリード／ライトする際に起動され、
    指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセ
    ットアドレスから、分散格納された論理ファイルのデー
    タの中で同じディスクに格納されたデータの集合を表す
    部分論理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理
    ファイル内オフセットアドレスを決定し、これらを返却
    する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 （ｃ）前記複数の計算機のうちの任意の計算機上で動作
    するクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接
    続された前記複数のディスクに分散格納された論理ファ
    イルのデータに対してリード／ライトする際に起動さ
    れ、指定された論理ファイルのリード／ライト範囲を分
    散格納された単位毎に分割し、分割された各範囲の先頭
    を示す複数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定
    された論理ファイル識別子をパラメータとして前記部分
    論理ファイルアドレス変換手段を呼び出し、返却された
    部分論理ファイル識別子と部分論理ファイル内オフセッ
    トアドレスをパラメータとして前記アドレス変換手段に
    対してアドレス変換要求を発行し、返却された複数のデ
    ィスク識別子とディスク上のオフセットアドレスの組を
    パラメータとして、同時に複数のディスクに対してリー
    ド／ライトを行なう分散格納論理ファイル並列アクセス
    手段と、 の（ａ）乃至（ｃ）の各手段を前記計算機上で機能させ
    るためのプログラムを記録した記録媒体。
11. 【請求項１１】複数の計算機と、前記各計算機を接続す
    る計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散
    格納された複数のディスクと、前記各計算機から各ディ
    スクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、を含
    むディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル管理
    システムを実現するプログラムを記録した記録媒体にお
    いて、 （ａ）前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算
    機上で動作し、互いに重複しない一つ又は複数の前記デ
    ィスクを担当し、指定された論理ファイル識別子と論理
    ファイル内オフセットアドレスから、ディスク識別子と
    ディスク上のオフセットアドレスを決定して、これらを
    要求元へ返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
    るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
    された複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイ
    ルのデータに対してリード／ライトする際に起動され、
    指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセ
    ットアドレスから、分散格納された論理ファイルのデー
    タの中で同じディスクに格納されたデータの集合を表す
    部分論理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理
    ファイル内オフセットアドレスを決定し、これらを返却
    する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 （ｃ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
    るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
    された複数のディスクに分散格納された論理ファイルの
    データに対してリード／ライトする際に起動され、指定
    された論理ファイルのリード／ライト範囲を分散格納さ
    れた単位毎に分割し、分割された各範囲の先頭を示す複
    数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定された論
    理ファイル識別子をパラメータとして前記部分論理ファ
    イルアドレス変換手段を呼び出し、 前記部分論理ファイルアドレス変換手段から返却された
    複数の部分論理ファイル識別子をパラメータとしてアド
    レス変換要求を発行すべき前記アドレス変換手段をそれ
    ぞれ特定し、前記部分論理ファイルアドレス変換手段か
    ら得られた部分論理ファイル識別子と部分論理ファイル
    内オフセットアドレスをパラメータとして、同時に、複
    数の前記アドレス変換手段に対して、アドレス変換要求
    を発行し、前記アドレス変換手段から返却された複数の
    ディスク識別子とディスク上のオフセットアドレスをパ
    ラメータとしてディスク接続網を介して直接的にリード
    ／ライトを行なう適応分散格納論理ファイルアクセス手
    段と、 の（ａ）乃至（ｃ）の各手段を前記計算機上で機能させ
    るためのプログラムを記録した記録媒体。
12. 【請求項１２】複数の計算機と、前記各計算機を接続す
    る計算機接続網と、一つの論理ファイルのデータが分散
    格納された複数のディスクと、前記各計算機から前記各
    ディスクへ直接的にアクセスできるディスク接続網と、
    を含むディスク共有型クラスタシステムの論理ファイル
    管理システムを実現するプログラムを記録した記録媒体
    において、 （ａ）前記複数の計算機のうちの少なくとも２つの計算
    機上で動作し、互いに重複しない一つ又は複数の前記デ
    ィスクを担当し、指定された論理ファイル識別子と論理
    ファイル内オフセットアドレスから、ディスク識別子と
    ディスク上のオフセットアドレスを決定して、これらを
    要求元へ返却するアドレス変換手段と、 （ｂ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
    るクライアントプログラムが前記ディスク接続網に接続
    された複数の前記ディスクに分散格納された論理ファイ
    ルのデータに対してリード／ライトする際に起動され、
    指定された論理ファイル識別子と論理ファイル内オフセ
    ットアドレスから、分散格納された論理ファイルのデー
    タの中で同じディスクに格納されたデータの集合を表す
    部分論理ファイルの部分論理ファイル識別子と部分論理
    ファイル内オフセットアドレスを決定し、これらを要求
    元へ返却する部分論理ファイルアドレス変換手段と、 （ｃ）前記複数の計算機のうち任意の計算機上で動作す
    るクライアントプログラムが、前記ディスク接続網に接
    続された複数の前記ディスクに分散格納された論理ファ
    イルのデータに対してリード／ライトする際に起動さ
    れ、指定された論理ファイルのリード／ライト範囲を分
    散格納された単位毎に分割し、分割された各範囲の先頭
    を示す複数の論理ファイル内オフセットアドレスと指定
    された論理ファイル識別子をパラメータとして前記部分
    論理ファイルアドレス変換手段を呼び出し、 前記部分論理ファイルアドレス変換手段から返却された
    複数の部分論理ファイル識別子をパラメータとしてアド
    レス変換要求を発行するべきアドレス変換手段をそれぞ
    れ特定し、前記部分論理ファイルアドレス変換手段から
    得られた部分論理ファイル識別子と部分論理ファイル内
    オフセットアドレスをパラメータとして、複数の前記ア
    ドレス変換手段に対して、アドレス変換要求を発行する
    と同時に、複数の前記ディスクに対して直接的にリード
    ／ライトを行なう適応分散格納論理ファイル並列アクセ
    ス手段と、 の（ａ）乃至（ｃ）の各手段を前記計算機上で機能させ
    るためのプログラムを記録した記録媒体。