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JP2708331B2 - ファイル装置およびデータファイルアクセス方法 - Google Patents

ファイル装置およびデータファイルアクセス方法

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Publication number
JP2708331B2
JP2708331B2 JP4217453A JP21745392A JP2708331B2 JP 2708331 B2 JP2708331 B2 JP 2708331B2 JP 4217453 A JP4217453 A JP 4217453A JP 21745392 A JP21745392 A JP 21745392A JP 2708331 B2 JP2708331 B2 JP 2708331B2
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JP
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JP4217453A
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ジョナサン ボウアー エリック
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Original Assignee
AT&T Corp
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Publication date
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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピュータシステムに
関し、特に、そのファイルシステムへのアクセスに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】現在、ローカルエリアネットワーク（Ｌ
ＡＮ）のようなネットワークは、パーソナルコンピュー
タ（ＰＣ）（一般にクライアントと呼ばれる）が、一般
にホストまたはサーバに存在するディスク記憶装置やプ
リンタのようなリソースを共有することを可能にしてい
る。この種のネットワークは一般にクライアント／サー
バネットワークと呼ばれる。このようなクライアント／
サーバネットワークでは、クライアントによって要求さ
れる共通のデータベースもまたサーバ位置に格納され
る。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】クライアントが種々の
共通データベースにアクセスすることを可能にするに
は、通常、サーバ位置におけるデータベース管理システ
ム（ＤＢＭＳ）の使用が要求される。さらに、共通デー
タベースのうちの１つへのクライアントのアクセスを可
能にするためには、各クライアントがＤＢＭＳアクセス
ソフトウェアを有することも要求される。残念ながら、
クライアント位置で要求される種々のＤＢＭＳアクセス
ソフトウェアはかなりのメモリ空間を使用し、高価であ
り、周期的に管理または更新されなければならない。さ
らに、利用するデータベースが複数種類のため、また
は、クライアントの要求または好みのため、サーバ位置
で複数の種類のＤＢＭＳが必要な場合は、問題はさらに
深刻となる。従って、実際的かつ妥当な価格で、クライ
アントのデータベースアクセス装置を改良する必要があ
る。
【０００４】
【課題を解決するための手段】本発明の１つの目的によ
れば、上記の問題点は、共通データベースをサーバのフ
ァイルおよびディレクトリのように扱うことによって解
決される。ネットワークの各クライアントにとって既に
利用可能であるネットワークファイル共有設備を使用す
ることにより、各クライアントは、現在のファイルアク
セスシステムコールを使用してデータベースに遠隔アク
セスすることができる。クライアント／サーバネットワ
ークアプリケーションに加えて、本発明は、一般に、ユ
ーザがファイルアクセスシステムコールを使用してコン
ピュータベースのファイル装置にアクセスすることを可
能にする。
【０００５】本発明によれば、コンピュータベースのフ
ァイル装置は、ファイル名部分文字列一致以外の検索基
準を使用したファイルアクセスシステムコールを使用し
て、以前に格納されたデータオブジェクトの検索要求
を、実時間でかつユーザ選択可能な方法で実現する。フ
ァイルアクセスシステムコールは、非ファイル名部分文
字列ベースの検索基準を含む全ファイル名を含む。
【０００６】本発明の非ファイル名部分文字列ベースの
検索技術を使用すれば、ユーザは、キー参照、関係参
照、表音参照、および演算子探索参照をして、装置の任
意のデータベースまたはファイルシステムに格納された
データオブジェクトを探索することができる。ユーザと
しては、格納されたデータオブジェクトへのアクセスを
要求する人間、プログラムまたは装置が可能である。１
つの機能によれば、探索される各データオブジェクトに
付随するキーがユーザに返される。他の機能によれば、
多データオブジェクトが仮想ディレクトリ内に編成さ
れ、ユーザによる以後のデータオブジェクトアクセスを
容易にする。
【０００７】
【実施例】図１を参照すると、ネットワークは、ローカ
ルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１０４を介して複数の
クライアントワークステーションまたはコンピュータ１
０２、１０３に接続されたサーバコンピュータ１００を
含む。サーバコンピュータ１００は、例えば、ハードデ
ィスク１８０に格納されたデータへの共有アクセスをク
ライアントコンピュータ１０２、１０３に提供する。
【０００８】一実施例では、クライアントコンピュータ
１０２、１０３は、周知のＭＳ−ＤＯＳ（登録商標）オ
ペレーティングシステムまたはＯＳ／２オペレーティン
グシステムを使用して動作するパーソナルコンピュータ
（ＰＣ）である。（ＭＳ−ＤＯＳはマイクロソフト社の
登録商標である。ＯＳ／２はＩＢＭの登録商標であ
る。）ＬＡＮ１０４は、例えば、ＡＴ＆Ｔ ＳＴＡＲＬ
ＡＮシステムである。
【０００９】サーバコンピュータ１００は、例えば、Ｕ
ＮＩＸシステムＶリリース４．０オペレーティングシス
テム上で動作するＡＴ＆Ｔ６３８６ワークグループシス
テムコンピュータである。（ＵＮＩＸはＵＮＩＸシステ
ムラボラトリーズ社の登録商標である。）クライアント
ＰＣ１０２、１０３およびサーバコンピュータ１００は
ＡＴ＆Ｔ ＳｔａｒＧＲＯＵＰＴＭシステムソフトウェ
アを使用することが可能である。このＳｔａｒＧＲＯＵ
Ｐシステムソフトウェアによれば、ＭＳ−ＤＯＳおよび
ＯＳ／２クライアントＰＣがＬＡＮ上で透過的にデータ
ファイルを共有することができる。
【００１０】ＵＮＩＸオペレーティングシステム１２０
の最上部でサーバプログラム１２３を実行するサーバコ
ンピュータ１００は、ＬＡＮ１０４上のクライアントＰ
Ｃ１０２および１０３によって利用可能とすることがで
きる大容量ハードディスク（例えば、１０５）をサポー
トすることができる。
【００１１】クライアントコンピュータ１０３上のソフ
トウェアは、クライアントプログラム１１０によるディ
スク１８０へのアクセスを可能にするために、サーバコ
ンピュータ１００上のサーバプログラム１２３と対話す
る。特に、ディスク１８０を参照するシステムコール
は、リダイレクタ１１２によって要求メッセージにパッ
ケージ化され、ネットワークソフトウェア１１３（ｎｅ
ｔｂｉｏｓおよびプロトコルソフトウェアとして周知）
によってローカルエリアネットワーク１０４を通じてサ
ーバプログラム１２３へ伝送される。サーバプログラム
１２３は要求を処理し、応答をクライアントコンピュー
タ１０３へ送る。クライアント／サーバの対話動作のさ
らに詳細な説明は、「ＵＮＩＸコンピュータのためのＤ
ＯＳサーバプログラム」（Ｉ．Ｊ．ハイザー、ＡＴ＆Ｔ
テクノロジー、第４巻第１号、１９８９年）という記事
にある。
【００１２】サーバコンピュータ１００（以後、コンピ
ュータベースファイルシステムと呼ぶ）は、高レベルア
ーキテクチャ階層図を使用して示されるように、ＵＮＩ
Ｘオペレーティングシステム１０５の制御下で動作す
る。階層図は、ユーザレベル１２０、カーネルレベル１
３０、およびハードウェアレベル１４０を含む。ユーザ
レベル１２０は、ＬＡＮ１０４を介してクライアント
（以後、ユーザと呼ぶ）１０２、１０３とインタフェー
スし、ディスク１８０に格納された所望のファイルへの
アクセスを可能にする。
【００１３】ユーザレベル１２０は、ユーザプログラム
１２１（例えばサーバプログラム）およびライブラリ１
２２を含む。ハードウェアレベル１４０は、オペレーテ
ィングシステム１１０に、コンピュータ１００によって
必要とされる基本的サービスを提供する。カーネルレベ
ル１３０は、ハードウェアレベル１４０と直接対話し、
ユーザレベル１２０プログラムへ共通サービスを提供
し、ハードウェア特異性からユーザレベル１２０プログ
ラムを隔離する。
【００１４】システムを階層の集合として見た場合、オ
ペレーティングシステムは、ユーザプログラムからの独
立を強調して、通常、システムカーネル１３０、または
単にカーネルと呼ばれる。ユーザプログラムは下部のハ
ードウェアとは独立であるため、異なるハードウェア上
で動作するＵＮＩＸシステム間でユーザプログラムを移
動することは容易である。ＵＮＩＸオペレーティングシ
ステムの周知の動作の一般的説明は、モーリス・Ｊ．バ
ック著「ＵＮＩＸオペレーティングシステムの設計」の
第２章から導かれる。
【００１５】システムコールインタフェース１３１は、
ユーザレベル１２０（ユーザプログラム１２１およびプ
ログラムライブラリ１２２）とカーネルレベル１３０の
間の境界を表す。システムコールインタフェース１３１
は、ユーザプログラムコールをＵＮＩＸシステムコール
に変換する。システムコールはＣプログラムにおける通
常のファンクションコールのように見え、ライブラリ
は、このファンクションコールを、周知の方法で、オペ
レーティングシステムに入るために必要なプリミティブ
にマップする。
【００１６】システムコールの集合は、ファイルシステ
ムドライバ１３２と対話するシステムコール、および、
プロセス制御サブシステム１３３と対話するシステムコ
ールを含む。ファイルシステムドライバ１３２は、ファ
イル空間を割り当て、ファイルへのアクセスを制御し、
ユーザのためにデータを検索するなどのファイル管理を
行う。プロセスは、ｏｐｅｎ（読み出しまたは書き込み
のためにファイルをオープンする）、ｃｌｏｓｅ、ｒｅ
ａｄ、ｗｒｉｔｅ、ｓｔａｔ（ファイルの属性を照会す
る）、ｃｈｏｗｎ（ファイルの所有者の記録を変更す
る）、および、ｃｈｍｏｄ（ファイルのアクセス許可を
変更する）のような、特殊なシステムコールの集合によ
ってファイルシステムドライバ１３２と対話する。
【００１７】ファイルシステムドライバ１３２は、カー
ネルと補助記憶装置の間のデータフローを調整するバッ
ファ１３６を使用してファイルデータにアクセスする。
バッファリング機構は、カーネルとの間のデータ転送を
開始するために、ブロックＩ／Ｏデバイスドライバ１３
７と対話する。デバイスドライバ１３４は、周辺装置の
動作を制御するカーネルモジュールである。
【００１８】ブロックＩ／Ｏデバイス１４１は、ランダ
ムアクセス記憶装置である。または、ブロックＩ／Ｏデ
バイス１４１のデバイスドライバ１３７が、システムの
他の部分に対して、デバイス１４１をランダムアクセス
記憶装置のように見せる。例えば、テープドライバは、
カーネルが、テープ装置をランダムアクセス記憶装置と
して扱うことを可能にする。ファイルシステムはまた、
バッファリング機構の介入なく、「生の」すなわちキャ
ラクタＩ／Ｏデバイスドライバ１３８とも直接対話す
る。生のデバイスは、時にキャラクタＩ／Ｏデバイス１
４２と呼ばれるが、ブロックデバイス以外のすべてのデ
バイスを含む。
【００１９】プロセス制御サブシステム１３３は、プロ
セス同期、プロセス間通信、メモリ管理、およびプロセ
ススケジューリングを行う。ファイルシステムドライバ
１３２およびプロセル・システム制御サブシステム１３
３は、実行のためにメモリにファイルをロードする際に
対話する。プロセス制御サブシステム１３３は、実行前
に、実行可能ファイルをメモリに読み込む。
【００２０】プロセスを制御するためのシステムコール
には、ｆｏｒｋ（新たなプロセスを作成する）、ｅｘｅ
ｃ（プログラムのイメージを実行中のプロセス上にオー
バレイする）、ｅｘｉｔ（プロセスの実行を終了す
る）、ｗａｉｔ（プロセスの実行を、以前にｆｏｒｋさ
れたプロセスのｅｘｉｔと同期させる）、ｂｒｋ（プロ
セスに割り当てられたメモリのサイズを制御する）、お
よびｓｉｇｎａｌ（異常事態に対するプロセスの応答を
制御する）がある。
【００２１】図１、２および３を合わせて参照しなが
ら、ファイルシステムの概要を説明する。あらゆるファ
イルには、１個以上のパス名３１０によって名前が付け
られる。パス名３１０は、デリミタ（／）によって分離
されたファイル名（例えばｈｏｍｅ）を含む。ファイル
名は３３０に示された種類のいずれかが可能である。フ
ァイルの内部表現はｉノード２００によって与えられ
る。
【００２２】ｉノード２００は、ファイルデータのディ
スク様式の記述およびその他の情報、例えば、ファイル
所有者、アクセス許可、およびアクセス回数などを含
む。ｉノードという用語は、インデックスノードという
用語を短縮したものであり、ＵＮＩＸシステムに関する
文献で一般的に使用されている。あらゆるファイルは、
１個のｉノードを有するが、いくつかのパス名を有する
ことが可能であり、それらのパス名はすべてその１個の
ｉノードにマップされる。
【００２３】各パス名はリンクと呼ばれる。プロセスが
パス名によってファイルを参照すると、カーネルは、１
度に１ファイル名成分ずつパス名を解析し、プロセスが
そのパス内のディレクトリを検索する許可を有すること
をチェックし、最終的にそのファイルに対するｉノード
を取り出す。例えば、プロセスがコール「ｏｐｅｎ（／
ｈｏｍｅ／ｊｑｐ）」をすると、カーネルは「／ｈｏｍ
ｅ／ｊｑｐ」に対するｉノードを取り出す。
【００２４】３１５のように、完全パス名に対する「フ
ァイルシステムツリー」はスラッシュ文字（「／」）で
始まり、そのパス名がファイルシステムツリーの「ルー
ト」に関係することを指定する。パス名の後続の成分名
につながる分枝に従うと、「／ｈｏｍｅ／ｊｑｐ／ｍｅ
ｍｏｉｒｓ」は完全パス名を表すが、「／ｊｑｐ／ｍｅ
ｍｏｉｒｓ」はそうではない。パス名の最初のスラッシ
ュを取り除くことにより、パス名はルートから始まる必
要はなく、実行中のプロセスの「カレントディレクト
リ」に関係することを表すことができる。従って、カレ
ントディレクトリ「／ｈｏｍｅ」から始まると、パス名
「Ｂｉｎ」は、完全パス名が「／ｈｏｍｅ／Ｂｉｎ」で
あるファイルを表すことになる。
【００２５】プロセスが新たなファイルを作成すると、
ファイルシステムドライバ１３２はそのファイルに未使
用のｉノードを割り当てる。ｉノードは、すぐ後で説明
するように、物理ファイルシステム２２０のセクション
２２３に格納されるが、ファイルシステムドライバ１３
２は、ファイルを操作する際にはｉノードをインコアメ
モリｉノードテーブルに読み込む。
【００２６】ＵＮＩＸシステムは一般的にレギュラーフ
ァイルおよびディレクトリをディスクのようなブロック
デバイス上に保持する。それぞれ１個以上のファイルシ
ステムを含むいくつかの物理ディスク装置を有するよう
な設置もある。ファイルシステム２２０は、論理ブロッ
クの列として編成され、各ブロックは、システムの実現
に依存して、５１２、１０２４、２０４８、または任意
の都合の良い５１２バイトの整数倍のバイト数からな
る。５１２の倍数の使用は慣例によるものであり、５１
２バイトのブロックを使用する本質的理由はない。
【００２７】物理ファイルシステムは、図２の２２０に
図示される物理構造を有する。ブートブロック２２１
（一部のファイルシステムのみに存在）は、ファイルシ
ステムの最初（一般に第１ディスクセクタ）を占有し、
オペレーティングシステムをブート、すなわち初期化す
るためにマシンに読み込まれるブートストラップコード
を含む。システムをブートするにはただ１つのブートブ
ロックがあればよいが、あらゆるファイルシステムが
（おそらくは空の）ブートブロックを有することもあ
る。
【００２８】スーパーブロック２２２は、ファイルシス
テムの状態（大きさ、格納可能ファイル数、ファイルシ
ステム上の空きスペースの位置、などの情報）を記述す
る。ｉノードリスト２２３は、ファイルシステム内でス
ーパーブロックの後に続く、ｉノードのリストである。
管理者は、ファイルシステムを設定する際にｉノードリ
スト２２３のサイズを指定する。ファイルシステムドラ
イバ１３２は、ｉノードリスト２２３へのインデックス
によってｉノードを参照する。
【００２９】１つのｉノードはファイルシステムのルー
トｉノードである。このｉノードによって、ｍｏｕｎｔ
システムコールの実行後にファイルシステムのルートデ
ィレクトリ構造がアクセス可能になる。データブロック
２２４は、ｉノードリストの最後から始まり、ファイル
データの内容を保持する。割り当てられたデータブロッ
クは、ファイルの実際のデータを含み、ファイルシステ
ム内のただ１つのファイルに属することができる。
【００３０】本発明の動作は、仮想ファイルシステムを
使用してＵＮＩＸシステム上に実現された拡張ファイル
システム（ＥＦＳ）において利用されるものとして説明
する。一部のＵＮＩＸシステムは、全ファイルシステム
操作を編成するために仮想ファイルシステム（ＶＦＳ）
の概念を使用している。本発明はＶＦＳ機構を必要とし
ないが、ＶＦＳは本発明を説明する便利な概念的モデル
を提供する。ＶＦＳは、システムＶファイルシステムス
イッチ（ＦＳＳ）とＳＵＮ ＯＳ ＶＦＳ機構の合併で
ある。ユーザプログラムは、ＳＶＲ４．０ＶＦＳアーキ
テクチャによって影響を受けないことに注意すべきであ
る。
【００３１】ＶＦＳは、ファイルシステム型とは独立
の、プログラムおよびユーザとのインタフェースを提供
しつつ、個々のファイルシステムが個々の方法でファイ
ルシステム操作を処理することを可能にする。ファイル
システム型に依存するカーネルルーチンは、その種類に
特有の作業を実行する。
【００３２】ＶＦＳの重要な長所は、サードパーティー
のソフトウェアハウスによって、新たなファイルシステ
ム型が定義され実現されることが可能なことである。Ｖ
ＦＳを構成するカーネルインタフェースの集合は、ＵＳ
Ｌから入手可能なＶＦＳファイルシステム型作成者ガイ
ドで利用可能である。
【００３３】本発明によれば、ディレクトリ構造に格納
されたファイルの実際の名前とは全く無関係である全フ
ァイル名によって、ファイルシステムのプログラムまた
は人間ユーザ（以後、合わせてユーザと呼ぶ）がファイ
ルにアクセスすることが可能となる。全ファイル名は、
まず、存在するファイルのファイル名に対する完全一致
のテストを受ける。完全一致が存在しない場合、ＥＦＳ
は、論理構文（以下で説明する）を使用して全ファイル
名の解析を試みる。全ファイル名が論理構文のうちの１
つ（バックドア構文と呼ばれる）と正確に一致した場
合、ＥＦＳは、バックドア構文によって指定される論理
基準と一致するファイルを返すか、または、その論理基
準と一致するファイルを含む仮想ディレクトリを返す。
【００３４】本発明の他の特徴によれば、多くの型の変
形参照基準が可能である。上記のように、現在のファイ
ルシステムは、ファイル名の完全文字一致、または、大
文字小文字無視一致、または、ある形式の部分文字列一
致（例えば、「ｆｏ？」、「ｆ＊」）によるファイル名
一致をサポートする。以後、変形ファイル名一致を「非
従来式」ファイル名一致と呼ぶ。従来式一致に加えて、
本発明は、全ファイル名が完全文字、大文字小文字無
視、目的ファイル名の部分文字列のいずれでもない場合
の非従来式参照基準（すなわち、ファイル名部分文字列
ベースでない基準）を含む。
【００３５】非従来式参照基準は、２つの広いカテゴリ
ーに分かれる：１）０または１個のオブジェクトと一致
することが可能な単一オブジェクト基準；２）０、１、
またはそれ以上のオブジェクトと一致することが可能な
多オブジェクト基準である。単一オブジェクト基準は、
所望のデータオブジェクトに対する唯一の識別子すなわ
ちキー（例えば、社会保障番号）のように、所望のデー
タオブジェクトの特質である。
【００３６】従来、ファイルシステムは、特定のファイ
ル名はディレクトリ内でただ１つであることを保証して
いるため、従来式ファイル一致は単一オブジェクト基準
である。ｉノードは唯一のものであると定義されるた
め、ｉノード番号（ｉｎｏとも呼ぶ）による参照は単一
オブジェクト基準である。特定のユーザによって所有さ
れるファイルシステム上の全オブジェクトを識別するこ
と、または、特定のディレクトリ内に保持されている全
ファイルを識別することのための参照は、多オブジェク
ト基準である。いくつかのオブジェクトが同時にこの基
準を満たすことがあるためである。
【００３７】単一オブジェクト基準（例えば、キー）
は、ＵＮＩＸファイルシステムで現在サポートされてい
る周知の（パス名を使用した）「ハード」または「シン
ボリック」リンク機構のように、ファイルオブジェクト
を直接参照することができる。本質的に、単一オブジェ
クト基準は、１個のファイルが基準に一致する場合には
単なるもう１つのリンクであり、０個のファイルが基準
に一致する場合には単なるもう１つの発見されないファ
イル名である。従来式のファイル名一致に加えて、本発
明では、３３２の構文１のような、所定の構文の使用が
可能である。
【００３８】本発明のこの目的によれば、ファイルへの
「バックドア」アクセスが、マッキントッシュのファイ
ル識別子（ｆｉｌｅｉｄ）およびディレクトリ識別子
（ｄｉｒｉｄ）機構をエミュレートすることを可能にす
る。ｆｉｌｅｉｄおよびｄｉｒｉｄは、マッキントッシ
ュのファイルまたはディレクトリを参照する固定長数値
である。これらのｉｄは、ファイルまたはディレクトリ
を参照するために一般的に使用されている任意長パス名
よりも扱いやすい。
【００３９】本発明によれば、特定のファイルに付随し
たファイルシステムパラメータの値に基づいて特殊なフ
ァイル名を作成することにより、ファイルまたはディレ
クトリに名前を付ける（従ってオープン、参照などがで
きる）ことができる。特に、ファイルシステム上の各フ
ァイルは、そのｉ番号（ファイルシステムテーブルへの
インデックス）および世代番号（ｉノードリスト２２３
内のｉ番号スロットが再割当てされるたびごとにインク
リメントされる「シリアル」番号）によって一意的に識
別できる。
【００４０】あるアルゴリズムによって、これらの２つ
の番号は単一の番号に結合され、または、単一の番号か
ら分解されることが可能となる。本発明によれば、ファ
イルは、次の形式のファイル名を使用してアクセスする
ことが可能となる：ｉｎｏ＝ｉ番号，ｇｅｎ＝世代番
号。これは、所定の構文によって実現可能な多くの非従
来式単一オブジェクト基準の１つにすぎない。
【００４１】ファイルの集合に対する一般的なファイル
システムモデルはディレクトリであり、多オブジェクト
基準参照の結果はディレクトリ内のファイルとして提示
される。従来式ファイルシステムでは、ディレクトリの
要素はそのディレクトリに直接従属するファイルの名前
である。ディレクトリ内の要素は、ｉ番号−ファイル名
の対によって指定される。特定のディレクトリに直接従
属するすべてのファイルおよびディレクトリに対するｉ
番号−ファイル名対に加えて、「．」および「．．」に
対するエントリが存在する。「．」エントリは、その特
定ディレクトリのｉ番号を指定し、「．．」エントリは
そのディレクトリの直接の親のｉ番号を指定する。
【００４２】本発明では、多オブジェクト基準参照の結
果はディレクトリエントリ取得（ｇｅｔｄｅｎｔ
ｓ（））システムコールによって返される。各オブジェ
クトは、ファイル名、および、エントリのｉノードとし
ての固有のアクセスキーとともに返される。各目的エン
トリの一意的アクセスキー（例えば、ｉ番号）が与えら
れると、その目的エントリにアクセスするために「ｉｎ
ｏ＝ｉ番号」のような単一オブジェクト基準を使用する
ことができる。
【００４３】こうしたディレクトリは、ディレクトリの
内容を見ることを要求する際に作成され、見るのが終了
すると自動的に除去されるという意味で「仮想的」であ
る。例えば、電子電話帳を実現するために本発明を使用
することを考える。アプリケーションは、ディレクトリ
「／ｐｈｏｎｅｂｏｏｋ／ｐｈｏｎｅｔｉｃ＝ｋａｃｕ
ｒｒｏ」を探索することによって表音参照を発行する。
【００４４】ディレクトリエントリ取得システムコール
を続けて呼び出すことにより、ｉ番号７４５をもつ「ｃ
ａｃｃｕｒｏ，ａｎｎｅｍａｒｉｅ」およびｉ番号１１
２４をもつ「ｃａｃｃｕｒｏ，ｊｏｈｎ」が返される。
ユーザが「ｃａｃｃｕｒｏ，ｊｏｈｎ」を選択すると、
アプリケーションは「／ｐｈｏｎｅｂｏｏｋ／ｉｎｏ＝
１１２４」をオープンすることによってそのエントリに
アクセスする。仮想ディレクトリが作成され操作されて
いるため、この実現は、「ｓｍｉｔｈ，ｊｏｈｎ」のよ
うな、同一のファイル名で異なるｉ番号をもついくつか
のエントリを返すことがある。
【００４５】仮想ディレクトリは、最初に「ＶＦＳ参
照」に参照されるときに作成され、もはや参照されない
という信号をカーネルが発するまで存続する。一般的
に、カーネルは、ＶＦＳ「非活動」ルーチンによって、
オブジェクトがもはや参照されないという信号を発す
る。「仮想」ディレクトリ「／ｐｈｏｎｅｂｏｏｋ／ｐ
ｈｏｎｅｔｉｃ＝ｃａｃｕｒｒｏ」は、「ｐｈｏｎｅｂ
ｏｏｋ」に直接従属するディレクトリをリストしても現
れないという点で、仮想的である。
【００４６】本発明のもう１つの目的は、関係データベ
ース照会３３２構文３がファイルを選択するために使用
されることを可能にすることである。例えば、「ｐｈｏ
ｎｅｂｏｏｋ」ファイルシステムは、「ｏｒｇａｎｉｚ
ａｔｉｏｎ＝」のような簡単なデータベース照会するよ
うにも構築される。従って、「ｌｓ ／ｐｈｏｎｅｂｏ
ｏｋ／ｏｒｇａｎｉｚａｔｉｏｎ＝ｓａｌｅｓ」という
要求は、全販売員を列挙する。
【００４７】さらに柔軟な、もう１つの多オブジェクト
構文型は、「ｆｉｎｄ：ｕｓｅｒ＝ｒｏｏｔ，ｍｏｄｅ
＝６４４」のようなファイル名を使用することができ
る。システムは、検索基準（所有者およびモード）に一
致する、ファイルシステム上のすべてのファイルオブジ
ェクト（ファイルまたはディレクトリ）へのリンクを含
む仮想ディレクトリへの参照を返す。本発明は、単一お
よび他オブジェクト基準が、「ｇｒｅｐ」動作（ファイ
ル内の正規表現を検索する）を実行するように、実行時
に計算されることを可能にする。例えば、「ｌｓ ／ｈ
ｏｍｅ／ｇｒｅｐ：ＡＴ＆Ｔ」は、文字列「ＡＴ＆Ｔ」
を含む、「／ｈｏｍｅ」に従属する全ファイルを列挙す
る。
【００４８】これから、図１の階層図を参照しながら、
本発明の動作のさらに詳細な説明をする。
【００４９】図１および４をともに参照して、本発明の
動作を詳細に説明する。本発明は、パス名をｖノードに
変換する間に起こる標準的参照パス名機能の一部とし
て、ファイルシステム特有の参照機能を実行するように
実現される。
【００５０】ファイルへの最初のアクセスは、ｏｐｅ
ｎ、ｃｈｄｉｒ（ディレクトリ変更）、またはｌｉｎｋ
システムコールの場合と同様に、パス名による。カーネ
ル１３０は、内部的にはパス名ではなくｖノードで作業
するため、カーネルは、ファイルにアクセスするために
パス名をｖノードに変換する。ＵＮＩＸシステムカーネ
ルのアルゴリズムは、パス名を１度に１成分だけ解析
し、各成分を名前に基づいてｖノードに変換し、ディレ
クトリを探索し、最後に入力パス名のｖノードを返す。
【００５１】本発明の詳細な動作は一般的な動作コンテ
クストで説明される（図５）ため、ステップ４０１〜４
２５およびステップ４２９〜４３９は、パス名をｖノー
ドに変換する現在のステップを簡単に説明している。
【００５２】ユーザの検索要求または他のシステム要求
に応答して、ユーザプログラム１２１はプロセスコール
（例えば、ユーザプログラム検索要求を実行する。ユー
ザプログラム１２１がプロセスコール、例えばｏｐｅｎ
（パス名、ｏｐｅｎフラグ）、を実行すると、オペレー
ティングシステムカーネル（以後カーネル）１３０は、
ステップ４０１で、周知のコマンドｖｎ＿ｏｐｅｎ（ｎ
ａｍｅ，ｓｅｇ，ファイルモード、作成モード、ｖｐ
ｐ，ｃｒｗｈｙ）を生成する。
【００５３】コマンドｖｎ＿ｏｐｅｎは許可チェックを
実行し、ｎａｍｅによってファイルをオープンし、結果
のｖノードへのポインタを返す。コマンドｖｎ＿ｏｐｅ
ｎにおいて、パラメータｎａｍｅはファイル名を含む。
ｓｅｇはファイル名の存在するアドレス空間（ユーザ空
間またはカーネル空間のいずれか）である。ファイルモ
ードはオープンモードである。作成モードは、ファイル
が作成される場合の許可ビットを含む。ｖｐｐは結果の
ｖノードポインタへのポインタである。ｃｒｗｈｙは、
このルーチンが呼び出される理由であり、ファイルモー
ドのＦｃｒｅａｔｅビットがセットされている場合に限
り定義される。
【００５４】ステップ４０２では、ファイル名がユーザ
プログラム１２１から受容される。ステップ４０３で、
カーネル１３０は、Ｆｃｒｅａｔｅビットがセットされ
ているかどうかをチェックする。セットされている場
合、ステップ４０５で、コマンドｖｎ＿ｃｒｅａｔ
ｅ（）が従来の方法で生成される。ｖｎ＿ｃｒｅａｔｅ
のコマンドは、カーネル１３０に対し、プロセスコール
が新たなファイルの作成を希望していることを知らせ
る。この動作は周知であり、本発明の理解にとっては重
要でない。
【００５５】Ｆｃｒｅａｔｅビットがセットされていな
い場合、ステップ４０７で、パス名がヌルでないかどう
かを決定するためにパス名がチェックされる。例では、
パス名は「／ｈｏｍｅ／ｊｑｐ／ｍｅｍｏｉｒｓ」であ
った。パス名がヌルの場合、ステップ４０９で、「エン
トリが見つからない」エラーがシステムユーザに返され
る。
【００５６】パス名がヌルでない場合、ステップ４１１
で、パス名中の後続デリミタすなわちスラッシュが除去
される。（例では、「ｍｅｍｏｉｒｓ」の後に後続スラ
ッシュはない。）ステップ４１３で、「ｎａｍｅ」の第
１文字が「／」文字（パス名がルートから開始すること
を示す）である場合、作業ディレクトリがルートにセッ
トされる。その他の場合は、作業ディレクトリはカレン
トディレクトリにセットされる。ステップ４１５で、作
業ディレクトリがディレクトリであるかどうかが判定さ
れる。ディレクトリでない場合、ステップ４１７で、
「ディレクトリでない」エラーがユーザに返される。作
業ディレクトリがディレクトリである場合、ステップ４
１９で、先頭ファイル名成分（すなわち、例では「ｈｏ
ｍｅ」）がパス名から取り出される。
【００５７】ステップ４２１で、取り出されたファイル
名成分「ｈｏｍｅ」が「．」と比較される。等価である
場合、ステップ４２３で、システムは現在の作業ディレ
クトリを参照し、制御はステップ４１５に戻る。ファイ
ル名成分が「．」でない場合、ステップ４２５で、ファ
イル名が「．．」と比較される。「．．」と等価である
場合、ステップ４２７で、現在の作業ディレクトリの親
が参照され、制御はステップ４１５に戻る。「．．」と
等価でない場合、ステップ４２８が、図５に示されるよ
うに、取り出されたファイル名「ｈｏｍｅ」に対して実
行される。これは、本発明のファイルシステム固有の参
照機能である。
【００５８】次に、図５の各ステップがファイル名「ｈ
ｏｍｅ」に対して実行された後、ファイル「ｈｏｍｅ」
のファイルオブジェクトにアクセスするｖノード参照と
ともに、ステップ４２９に戻る。ｖノード参照が発見さ
れなかった場合、ステップ４３１でエラーがユーザに返
される。発見された場合、ステップ４３３で、システム
は、そのｖノード参照が、記号リンクであるデータオブ
ジェクトを参照しているかどうかをチェックする。
【００５９】参照している場合、ステップ４３５で、リ
ンクの内容が残りのパス名の前に置かれる。参照してい
ない場合、ステップ４３７で、システムは、パス名の中
にさらにファイル名成分があるかどうか判定する。ファ
イル名成分がない場合、ステップ４３９で、データオブ
ジェクトへのｖノード参照とともに制御は復帰する。さ
らにファイル名成分が存在する場合、さらに処理するた
めに制御はステップ４１５に戻る。
【００６０】図５を参照して、本発明の実施例を、ファ
イルシステム固有の参照機能として説明する。ここで
は、パス名の例「／ｈｏｍｅ／ｊｑｐ／ｍｅｍｏｉｒ
ｓ」のファイル名「ｈｏｍｅ」の処理について説明す
る。ステップ５０１で、カレントディレクトリにおける
要求者の実行許可が標準的方法でチェックされる。許可
が存在しない場合、ステップ５０２で、アクセスエラー
メッセージがユーザに返される。
【００６１】許可が存在する場合、ステップ５０９で、
ファイル名「ｈｏｍｅ」が処理され、このファイル名が
作業ディレクトリ内に存在するかどうかが判定される。
存在する場合、ステップ５１１で、ファイル名は通常の
基準を使用して探索され、ステップ５１３で、発見され
たファイルオブジェクトへの参照とともに、成功標識が
返される。
【００６２】従って、今の例のパス名「／ｈｏｍｅ／ｊ
ｑｐ／ｍｅｍｏｉｒｓ」では、ファイル名「ｈｏｍｅ」
は、ステップ５０１、５０９、５１１、５１３を介し、
ステップ４２９、４３３および４３７によって処理され
る。続いて、ステップ４１５、４１９、４２１、４２５
および４２７でファイル名「ｊｑｐ」が処理される。フ
ァイル名「ｊｑｐ」は、「ｈｏｍｅ」と同様に、すなわ
ち、ステップ５０１、５０９、５１１、５１３によっ
て、続いてステップ４２９、４３３および４３７によっ
て処理される。ファイル名「ｈｏｍｅ」および「ｊｑ
ｐ」を処理した後、ファイル名「ｍｅｍｏｉｒｓ」が同
様に処理される。
【００６３】ステップ５０９に戻り、ユーザが、非従来
型ファイル名を含む全パス名を入力したため、ファイル
名が通常の方法で発見されなかったと仮定する。非従来
型ファイル名は、非ファイル名部分文字列ベースの検索
基準を含むことに注意する。ステップ５０９〜５４１
で、プログラムは、非ファイル名ベース検索基準を使用
したデータオブジェクトを探索することを試みる。
【００６４】ステップ５２３で、プログラムは、全ファ
イル名が所定の構文の群のうちの１つに一致するかどう
かをチェックする（ステップ５２３、５２９および５３
５）。従って、ステップ５２３では、非従来型ファイル
名は構文１（ｉｎｏ＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙ）に対してチェッ
クされる。ファイル名が構文１フォーマットを使用して
いない場合、処理はステップ５２９に進む。しかし、一
致が発見された場合は、ステップ５２５で、構文１基準
がディレクトリ参照の実行に使用される。
【００６５】図６を参照して、５２５で実行される一般
的な参照ステップをさらに詳細に説明する。ユーザが、
「ｉｎｏ＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙ」である構文１フォーマット
を有するファイル名を使用して、ファイルへのアクセス
を要求していると仮定する。例えば、ｉノード番号（ｉ
ｎｏ）はメールボックス番号とみなすことができ、世代
番号（ｇｅｎ）はそのメールボックス番号に割り当てら
れた当事者とみなすことができる。従って、メールボッ
クスが再割当されると、世代番号は変化するがメールボ
ックス番号（すなわちｉノード番号）は変化しない。
【００６６】構文「ｉｎｏ＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙ」は、０ま
たは１個のデータオブジェクト（例えば、ファイルまた
はディレクトリ）を識別するので、単一オブジェクト構
文という。他の単一オブジェクト構文は、例えば、社会
保障番号である。
【００６７】ステップ６０１で、システムは、ファイル
名（ｉｎｏ＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙ）からｉノード番号（ｉｎ
ｏ）の値Ｘを解析する。ステップ６０２で、システム
は、ファイル名から世代（ｇｅｎ）番号Ｙを解析する。
ステップ６０４で、システムは、ｉノードリスト２２３
にアクセスし、ｉノード番号（ｉｎｏ）Ｘで識別される
ファイルを取り出す。ｉノード番号の値Ｘは、それに付
随するｖノードを参照することに注意する。ステップ６
０６で、システムは、妥当なデータオブジェクトが取り
出されたことを判定する。そうでない場合、ステップ６
０８で、不一致すなわち誤った条件が図５のステップ５
２７に返される。
【００６８】標識値Ｘを有するｉノードがディスク１８
０上に発見された場合、ステップ６０６の探索すなわち
取り出し動作は成功である。ステップ６１０で、システ
ムは、そのｉノードの世代（ｇｅｎ）番号がＹであるか
どうかをチェックする。以前に注意したように、世代番
号は、所望のデータオブジェクトの特定のバージョンを
一意的に識別するために使用することができる任意の番
号である。取り出されたｉノードの世代番号がＹと等し
くない場合、制御は、以前に説明したステップ６０８に
戻る。
【００６９】ステップ６１０の結果、世代番号が一致し
た場合、ステップ６１２で、「はい」すなわち「一致発
見」の応答が図５のステップ５２７に返される。これは
単一オブジェクト検索のみであるため、ディスク１８０
上の１個のデータオブジェクトによって検索基準ｉｎｏ
＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙが満たされる。後で説明するように、
識別されるデータオブジェクト（物理アドレスまたはお
そらくｉｎｏ＝Ｘ，ｇｅｎ＝Ｙ自体）を一意的に識別す
るキーがユーザのディスプレイ上に返される。
【００７０】図５に戻って、ステップ５２７で、ステッ
プ５２５の参照基準を使用して一致が発見された場合、
処理は前記のステップ４２９、４３３および４３７と続
く。ステップ５２７で一致が発見されない場合、ステッ
プ５２９で、ベース名が構文２基準に対してチェックさ
れる。ステップ５２９で構文２一致が存在した場合、ス
テップ５３１で、基準２がディレクトリをチェックする
ために使用される。
【００７１】図７を参照して、ステップ５３１で実行さ
れる構文２検索基準の例示として役立つ一般的な多オブ
ジェクト検索基準（例えば、組織名＝ｏｒｇｎａｍｅ）
を説明する。
【００７２】ステップ７０２で、要求された組織名「ｏ
ｒｇｎａｍｅ」を抽出するためにファイル名が解析され
る。ステップ７０４で、「ｏｒｇｎａｍｅ」が妥当なデ
ータオブジェクトグルーピングかどうかを判定するため
にデータベースすなわち記憶項目がアクセスされる。妥
当でない場合、ステップ７０６で、「不一致」返値が
（図５のステップ５３５に）返される。
【００７３】「ｏｒｇｎａｍｅ」データオブジェクトグ
ルーピングが妥当である場合、ステップ７０８で、グル
ーピング「ｏｒｇｎａｍｅ」の下にすべてのデータオブ
ジェクトを格納する仮想ディレクトリのためにｖノード
が割り当てられる。ステップ７１２で、「ｏｒｇｎａｍ
ｅ」基準に一致するすべてのデータオブジェクト（すな
わちファイル）が探索される。ステップ７１４で、デー
タバッファが割り当てられる。ステップ７１６で、名前
およびキー値（ｉノード番号、ｉｎｏ）がディレクトリ
フォーマット（図８）でデータバッファに書き込まれ
る。ステップ７１８で、データバッファが仮想ディレク
トリｖノードにリンクされる。ステップ７２０で、一致
が成功したことの指示が図５のステップ５１３に返され
る。
【００７４】図５に戻って、図７の例で実行されたステ
ップ５３１および５３３で一致が発見されない場合、ス
テップ５３５で、他の構文一致ステップが構文Ｎまで継
続する。ステップ５３３でディレクトリ一致が発見され
た場合、ステップ５１１などで、成功が適当なｖノード
識別子とともに返される。基準２一致が発見されない場
合、ステップ５３９で、ステップ５３５が続く。ステッ
プ５３５は、ファイル名が構文Ｎに適合するかどうかを
チェックする。適合する場合、ステップ５３７および５
３９が前記のステップ５３１、５３３と同様に実行さ
れ、適合しない場合、ステップ５４１が実行される。ス
テップ５４１は、ユーザが与えたファイル名はディレク
トリ内に発見できないことを示す「エントリ無し」エラ
ーをユーザに返す。
【００７５】さまざまな従来型ファイル名検索および非
従来型ファイル名検索を実行する上記の順序は、アプリ
ケーションの個々の必要に応じて逆にしたり変更したり
することが可能である。
【００７６】図３を参照して、構文グループ３３２およ
び表音構文一致３３３で示される可能な非従来型ファイ
ル名のうちのいくつかを説明する。例えば、ある構文型
はファイル（すなわち、図３のｉノードリスト３３２の
項目）を識別するためにｉノード番号「ｉｎｏ」を使用
する。他の構文型は、「ｉｎｏ」とともに、ｉノードが
アクセスされるごとにインクリメントされる連続番号で
ある世代番号「ｇｅｎ」を使用する。
【００７７】付加的な「ｇｅｎ」番号を使用することに
より補助的チェックができ、有用である。なぜならば、
物理ファイルシステムにおけるｉノードスロットは再使
用されるため、現在ｉノードスロット「Ｙ」にあるファ
イルが以前のある時にそのスロットにあったものと同一
のファイルであることを確実にすることがしばしば重要
であるからである。世代番号は、ｉノードスロットが解
放されるごとにインクリメントされる連続番号である。
従って、ｉノード番号および世代番号の両方が同一であ
れば、内容や属性はもちろん変更されているかもしれな
いが、これは同一のファイルオブジェクトであることに
なる。
【００７８】このファイル命名方式により、ファイル共
有機構、例えば、リモートファイルシェアリング（ＲＦ
Ｓ）またはネットワークファイルシェアリング（ＮＦ
Ｓ）機構を使用してデータストリームに遠隔的にアクセ
スすることが可能となる。さらに、この方式は、ファイ
ル名を使用してファイルにアクセスすることができる任
意の将来のファイル共有機構とともに使用可能である。
【００７９】本発明の単一オブジェクトファイル命名方
式の他の応用は、ファイルオブジェクトへの高速アクセ
スである。例えば、図３の３１５を参照すると、ｍｅｍ
ｏｉｒｓのファイル「ｃｈｉｌｄｈｏｏｄ」を取得しよ
うとする場合、従来のファイルアクセス技術を使用する
と、パス名「／ｎａｍｅ／ｊｑｐ／ｍｅｍｏｉｒｓ／ｃ
ｈｉｌｄｈｏｏｄ」が必要である。本発明を使用すれ
ば、この「ｃｈｉｌｄｈｏｏｄ」ファイルは、物理位置
に直接アクセスするパス名、例えば、「／ｉｎｏ＝２
９，ｇｅｎ＝８」を使用してアクセスされる。ファイル
システムの設定によっては、「／ｎａｍｅ／ｉｎｏ＝２
９，ｇｅｎ＝８」のように、ファイル名がパス名に含め
られる必要がある。
【００８０】本発明は、図１のクライアント／サーバネ
ットワークにおける使用のために説明したが、本発明
は、クライアントコンピュータ上で直接実現することも
可能である。さらに、本発明は、従来の物理ファイルシ
ステム（例えば、ＵＮＩＸファイルシステムＵＦＳ）、
データベース管理システム（例えば、Ｉｎｆｏｒｍｉ
ｘ）、または、データが絶対アドレスを使用してアクセ
ス可能なその他のデータ記憶機構の上で利用可能であ
る。（ＩｎｆｏｒｍｉｘはＩｎｆｏｒｍｉｘソフトウェ
ア社の登録商標である。）
【００８１】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、コ
ンピュータベースのファイル装置は、ファイル名部分文
字列一致以外の検索基準を使用したファイルアクセスシ
ステムコールを使用して、以前に格納されたデータオブ
ジェクトの検索要求を、実時間でかつユーザ選択可能な
方法で実現する。本発明の非ファイル名部分文字列ベー
スの検索技術を使用すれば、ユーザは、キー参照、関係
参照、表音参照、および演算子探索参照をして、装置の
任意のデータベースまたはファイルシステムに格納され
たデータオブジェクトを探索することができる。ユーザ
としては、格納されたデータオブジェクトへのアクセス
を要求する人間、プログラムまたは装置が可能である。
１つの機能によれば、探索される各データオブジェクト
に付随するキーがユーザに返される。他の機能によれ
ば、多データオブジェクトが仮想ディレクトリ内に編成
され、ユーザによる以後のデータオブジェクトアクセス
を容易にする。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明が利用されるサーバコンピュータを含む
クライアント／サーバネットワークのブロック図であ
る。
【図２】ファイルおよびファイルシステムの論理および
物理構造の図である。
【図３】本発明の説明に有用な用語を定義する図であ
る。
【図４】本発明のさまざまな動作機能を説明する流れ図
である。
【図５】本発明のさまざまな動作機能を説明する流れ図
である。
【図６】単一オブジェクト参照基準を実現する流れ図で
ある。
【図７】多オブジェクト参照基準を実現する流れ図であ
る。
【図８】ディレクトリの論理構造の図である。
【符号の説明】
１００ サーバコンピュータ １０２ クライアントコンピュータ １０３ クライアントコンピュータ １０４ ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ） １０５ 大容量ハードディスク １１０ クライアントプログラム １１２ リダイレクタ １１３ ネットワークソフトウェア １２０ ユーザレベル １２１ ユーザプログラム １２２ ライブラリ １２３ サーバプログラム １３０ カーネルレベル １３１ システムコールインタフェース １３２ ファイルシステムドライバ １３３ プロセス制御サブシステム １３４ デバイスドライバ １３６ バッファ １３７ ブロックＩ／Ｏデバイスドライバ １３８ キャラクタＩ／Ｏデバイスドライバ １４０ ハードウェアレベル １４１ ブロックＩ／Ｏデバイス １４２ キャラクタＩ／Ｏデバイス １８０ ハードディスク ２００ ｉノード ２２０ 物理ファイルシステム ２２１ ブートブロック ２２２ スーパーブロック ２２３ ｉノードリスト ２２４ データブロック ３１０ パス名

Claims (33)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 それぞれがファイル名によって識別され
    る格納された複数のデータファイルのうちの所望のデー
    タファイルにアクセスするためのコンピュータベースの
    ファイル装置において、 標準的なオペレーティングシステムコールの一部として
    文字列からなるファイル識別子を受信する手段と、 一つ以上の所望のデータファイルを検索する検索手段と
    からなり、 前記ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対
    する前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは
    異なり、 前記ファイル識別子は、それぞれ検索基準型および検索
    基準値の対を含む一つ以上の検索基準型／値ペアを含
    み、 前記検索手段は、前記データファイルをあらかじめソー
    トすることを必要とせずに、前記検索基準型／値ペアの
    うちの少なくとも一つを前記データファイルの特性と直
    接比較することにより検索を行うことを特徴とするファ
    イル装置。
  2. 【請求項２】 検索されたデータファイルの位置を識別
    するために前記ファイル装置によって使用されるキー値
    と、検索されたデータファイルのファイル名とをユーザ
    に返す手段をさらに有することを特徴とする請求項１の
    装置。
  3. 【請求項３】 前記ファイル名および前記キー値は、デ
    ィレクトリエントリフォーマットでユーザに返されるこ
    とを特徴とする請求項２の装置。
  4. 【請求項４】 前記キー値はｉノードインデックス値で
    あることを特徴とする請求項２の装置。
  5. 【請求項５】 前記キー値は、ｉノードインデックス値
    および世代番号を含むことを特徴とする請求項２の装
    置。
  6. 【請求項６】 少なくとも一つの検索基準型／値ペアは
    ファイル名の表音式綴りであることを特徴とする請求項
    １の装置。
  7. 【請求項７】 少なくとも一つの検索基準型／値ペアは
    複数のデータファイルを識別することを特徴とする請求
    項１の装置。
  8. 【請求項８】 少なくとも一つの検索基準型／値ペアは
    データファイルの内容と比較するためのデータ部分文字
    列であることを特徴とする請求項１の装置。
  9. 【請求項９】 少なくとも一つの検索基準型／値ペア
    は、一つ以上の所望のデータファイルの構造体に記憶さ
    れているファイル属性値であることを特徴とする請求項
    １の装置。
  10. 【請求項１０】 前記ファイル識別子は、ベース名セグ
    メントおよび一つ以上の付加セグメントを有し、 前記検索手段は、少なくとも一つの付加セグメントを検
    索基準型として使用し、ベース名セグメントを検索基準
    値として使用して、前記一つ以上の所望のデータファイ
    ルを検索することを特徴とする請求項１の装置。
  11. 【請求項１１】 前記一つ以上の付加セグメントは前記
    ベース名セグメントの後置子であることを特徴とする請
    求項１０の装置。
  12. 【請求項１２】 前記一つ以上の付加セグメントは前記
    ベース名セグメントの前置子であることを特徴とする請
    求項１０の装置。
  13. 【請求項１３】 それぞれがファイル名によって識別さ
    れる複数のデータファイルを格納するサーバ装置と、当
    該サーバ装置と通信する一つ以上のクライアント装置と
    を有するクライアント／サーバ・ネットワークにおい
    て、 各クライアント装置は、前記サーバ装置への標準的なオ
    ペレーティングシステムコールの一部として文字列から
    なるファイル識別子を生成し送信する手段を有し、前記
    ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対する
    前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは異な
    り、前記ファイル識別子は、それぞれ検索基準型および
    検索基準値の対を含む一つ以上の検索基準型／値ペアを
    含み、各検索基準型／値ペアは、前記複数のデータファ
    イルの特性と直接比較され、 前記サーバ装置は、前記検索基準型／値ペアのうちの少
    なくとも一つを使用して前記複数のデータファイルのう
    ちの任意のデータファイルに直接アクセスするコンピュ
    ータベースのファイル装置を有し、当該アクセスは、前
    記データファイルをあらかじめソートすることを必要と
    せずに実行されることを特徴とするクライアント／サー
    バ・ネットワーク。
  14. 【請求項１４】 それぞれがファイル名によって識別さ
    れる格納された複数のデータファイルのうちの一つの所
    望のデータファイルにアクセスするためのコンピュータ
    ベースのファイル装置において、 標準的なオペレーティングシステムコールの一部として
    文字列からなるファイル識別子を受信する手段と、 一つ以上の所望のデータファイルを検索する検索手段と
    からなり、 前記ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対
    する前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは
    異なり、 前記ファイル装置は、前記ファイル識別子を分解して少
    なくとも一つの検索基準型／値ペアを取得する手段をさ
    らに有し、 前記検索手段は、前記データファイルをあらかじめソー
    トすることを必要とせずに、前記検索基準型／値ペアの
    うちの少なくとも一つを前記データファイルの特性と直
    接比較することにより検索を行うことを特徴とするファ
    イル装置。
  15. 【請求項１５】 前記検索基準型／値ペアはｉノード値
    であることを特徴とする請求項１４の装置。
  16. 【請求項１６】 前記検索手段は、ｉノード値ととも
    に、当該ｉノード値の世代番号を含む２個の検索基準型
    ／値ペアを使用することを特徴とする請求項１４の装
    置。
  17. 【請求項１７】 前記検索基準型／値ペアはマッキント
    ッシュシステムの「ｆｉｌｅｉｄ」ファイル識別子であ
    ることを特徴とする請求項１４の装置。
  18. 【請求項１８】 前記検索基準型／値ペアはマッキント
    ッシュシステムの「ｄｉｒｉｄ」ディレクトリ識別子で
    あることを特徴とする請求項１４の装置。
  19. 【請求項１９】 それぞれがファイル名によって識別さ
    れる複数のデータファイルを格納するサーバ装置と、当
    該サーバ装置と通信する一つ以上のクライアント装置と
    を有するクライアント／サーバ・ネットワークにおい
    て、 各クライアント装置は、前記サーバ装置への標準的なオ
    ペレーティングシステムコールの一部として文字列から
    なるファイル識別子を生成し送信する手段を有し、前記
    ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対する
    前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは異な
    り、前記ファイル識別子は、それぞれ検索基準型および
    検索基準値の対を含む一つ以上の検索基準型／値ペアを
    含み、 前記サーバ装置は、 前記ファイル識別子を分解して少なくとも一つの検索基
    準型／値ペアを取得する手段と、 一つ以上の所望のデータファイルを検索する検索手段と
    を有し、 前記ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対
    する前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは
    異なり、 前記検索手段は、前記データファイルをあらかじめソー
    トすることを必要とせずに、前記検索基準型／値ペアの
    うちの少なくとも一つを前記データファイルの特性と直
    接比較することにより検索を行うことを特徴とするクラ
    イアント／サーバ・ネットワーク。
  20. 【請求項２０】 コンピュータベースのファイルシステ
    ムにおいて、それぞれがファイル名によって識別され
    る、前記システムのコンピュータによりアクセス可能な
    記憶装置に格納された複数のデータファイルのうちの所
    望のデータファイルにアクセスする方法において、 標準的なオペレーティングシステムコールの一部として
    文字列からなるファイル識別子を受信するステップと、 一つ以上の所望のデータファイルを検索する検索ステッ
    プとからなり、 前記ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対
    する前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは
    異なり、 前記ファイル識別子は、それぞれ検索基準型および検索
    基準値の対を含む一つ以上の検索基準型／値ペアを含
    み、 前記検索ステップは、前記データファイルをあらかじめ
    ソートすることを必要とせずに、前記検索基準型／値ペ
    アのうちの少なくとも一つを前記データファイルの特性
    と直接比較することにより検索を行うことを特徴とす
    る、データファイルにアクセスする方法。
  21. 【請求項２１】 検索されたデータファイルの位置を識
    別するキー値を前記記憶装置から取得してユーザに返す
    ステップをさらに有することを特徴とする請求項２０の
    方法。
  22. 【請求項２２】 前記返すステップはさらに、前記キー
    値に対応するファイル名を前記記憶装置から取得して返
    すことを特徴とする請求項２１の方法。
  23. 【請求項２３】 前記キー値はｉノードインデックス値
    であることを特徴とする請求項２１の方法。
  24. 【請求項２４】 前記キー値は、ｉノードインデックス
    値および世代番号を含むことを特徴とする請求項２１の
    方法。
  25. 【請求項２５】 少なくとも一つの検索基準型／値ペア
    はファイル名の表音式綴りであることを特徴とする請求
    項２０の方法。
  26. 【請求項２６】 少なくとも一つの検索基準型／値ペア
    は複数のデータファイル間に存在する関係特性であるこ
    とを特徴とする請求項２０の方法。
  27. 【請求項２７】 少なくとも一つの検索基準型／値ペア
    はデータファイルの内容と比較するためのデータ部分文
    字列であることを特徴とする請求項１の装置。
  28. 【請求項２８】 少なくとも一つの検索基準型／値ペア
    は前記所望のデータファイルのファイル特性であること
    を特徴とする請求項２０の方法。
  29. 【請求項２９】 コンピュータベースのファイルシステ
    ムにおいて、それぞれがファイル名によって識別され
    る、前記システムのコンピュータによりアクセス可能な
    記憶装置に格納された複数のデータファイルのうちの所
    望のデータファイルにアクセスする方法において、 標準的なオペレーティングシステムコールの一部として
    文字列からなるファイル識別子を受信するステップと、 一つ以上の所望のデータファイルを検索する検索ステッ
    プとからなり、 前記ファイル識別子は、前記所望のデータファイルに対
    する前記オペレーティングシステムの階層的パス名とは
    異なり、 前記方法は、前記ファイル識別子を分解して少なくとも
    一つの検索基準型／値ペアを取得するステップをさらに
    有し、 前記検索ステップは、前記データファイルをあらかじめ
    ソートすることを必要とせずに、前記検索基準型／値ペ
    アのうちの少なくとも一つを前記データファイルの特性
    と直接比較することにより検索を行うことを特徴とす
    る、データファイルにアクセスする方法。
  30. 【請求項３０】 前記検索基準型／値ペアはｉノード値
    であることを特徴とする請求項２９の方法。
  31. 【請求項３１】 前記検索ステップは、ｉノード値とと
    もに、当該ｉノード値の世代番号を含む２個の検索基準
    型／値ペアを使用することを特徴とする請求項２９の方
    法。
  32. 【請求項３２】 前記検索基準型／値ペアはマッキント
    ッシュシステムの「ｆｉｌｅｉｄ」ファイル識別子であ
    ることを特徴とする請求項２９の方法。
  33. 【請求項３３】 前記検索基準型／値ペアはマッキント
    ッシュシステムの「ｄｉｒｉｄ」ディレクトリ識別子で
    あることを特徴とする請求項２９の方法。
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