存儲器管理系統與方法以及程序的制作方法

專利名稱：：存儲器管理系統與方法以及程序的制作方法
技術領域：
：本發明，涉及一種存儲器管理技術，特別是在客戶端與文件服務器之間具有邏輯中間裝置，在層級之間設置文件，并對客戶端隱藏層級的系統與方法以及計算機程序。
背景技術：
：現在的計算機系統中，所保存的數據年年增加。不但是文件數增加，文件的大小也因多媒體類的動畫數據等而增大。因此，需要更大容量、更高速的存儲器。企業與數據中心為了應對該需要，不斷增加存儲器的容量。但是，并不是是文件中所保存的全部數據都被訪問，甚至可以說，全體之中，一半以上的數據最近1年多來都完全沒有被訪問過。有一種層級存儲器管理方式(HSMHierarchyStorageManagement)，著眼于這個現象，將經常被訪問的數據保存在高速·高價·低容量的存儲器中，將幾乎不被訪問的數據，保存在低速·廉價·大容量的存儲器中。雖然如果數據的量較少，管理者能夠移動數據，但在太拉(tera)字節水平存儲器逐漸普通的現狀下，已經超出了管理者能夠把握數據的重要度的容量。HSM中，根據客戶的訪問頻度以及文件的信息，選出自動移動的數據，實施將其從高速存儲器移動到低速存儲器等處理。這樣，即使將數據移動到低速存儲器中，客戶端中仍能夠向移動前一樣(可能會稍稍感到遲緩)進行訪問。以往的HSM，大體分為將HSM軟件植入客戶端的主機型，以及在服務器側實施HSM的服務器型這兩大類。將HSM裝入客戶端的這種類型，一般是專門化為應用程序的HSM。例如，HSM對應郵件軟件。由于郵件，容易建立日期越早重要度也隨之下降的這種簡單的模型，因此具有容易進行HSM對應的特征。將日期較早的郵件，自動移到二次存儲器中，并將一次存儲器的郵件文件換成快捷方式文件。快捷方式文件中，存儲有實體文件在二次存儲器中的路徑名。客戶端讀出該文件之后，HSM對應郵件軟件便讀出快捷方式文件的內容，訪問二次存儲器。因此，客戶端并不會意識到存在二次存儲器。另外，“快捷方式文件”，是Windows(注冊商標)中的稱呼，在Unix(注冊商標)中稱作“符號連接”。這種類型中，快捷方式文件以及符號連接，均無法對客戶端完全隱藏文件被移動到了二次存儲器中這一情況。雖然若通過HSM對應軟件進行操作，將移動到二次存儲器中的快捷方式文件的大小變換成實體文件的容量，但如果通過例如Windows(注冊商標)的資源管理器(Explorer)(注冊商標)來查看，則會發現是文件大小為1KB的快捷方式文件。另外，在進行文件刪除的情況下，雖然在通過HSM對應軟件進行的操作中，將二次存儲器的實體文件也刪除，但如果從資源管理器(注冊商標)來實施，刪除的便僅僅是快捷方式文件，不會刪除二次存儲器的實體文件。另外，在服務器側實施HSM的類型中，為了不專門化為應用程序，而通過文件系統等級來實現，從而有使用存根文件的方式。存根文件與快捷方式文件的不同點在于，快捷方式文件能夠被文件系統識別，與此相對，存根文件是文件系統中的通常文件，進行識別的是HSM對應軟件。在服務器側實施HSM的問題點在于，需要讓服務器能夠對應HSM，從而需要更換現有的服務器。另外，參照專利文獻1等，有一種讓客戶端能夠將多個文件服務器作為1個文件系統來訪問的中間裝置(交換機)。另外，專利文獻2中公布了一種層級存儲裝置，構成為使用訪問速度不同的多個存儲媒體(一次存儲媒體與二次存儲媒體)來管理大量數據，自動實施將利用頻度低的數據存儲到二次存儲媒體中等。另外，專利文獻3中，公布如下結構CIFS(CommonInternetFileSystem通用互聯網文件系統)協議文件，對從CIFS客戶端發送的寫入SMB(ServerMessageBlock服務器消息塊)消息數據實施拆分處理，依次寫入到多個服務器中，并且在讀出數據時，從多個服務器中依次交替讀出來進行復原。專利文獻1特開2003-203029號公報專利文獻2特開2001-222450號公報專利文獻3特開2003-150435號公報以往的層級存儲器管理方式，存在如下所述的問題點。第1問題點在于，以往的層級存儲器管理方式很難由用戶導入。對于導入到客戶端的HSM對應軟件而言，需要向所有的客戶端導入HSM對應軟件的工作，而服務器側的HSM中，需要用HSM對應的同一個廠家裝置進行統一，無法使用現有的存儲器裝置。第2問題點在于，因向二次存儲器的移動，使得對客戶端的表現方式產生了變化。也即，無法完全對客戶端隱藏通過HSM方式向二次存儲器的移動。
發明內容因此，本發明的目的在于，提供一種容易導入的存儲器管理系統與方法以及程序。本發明的另一個目的在于，提供一種能夠完全對客戶端隱藏向二次存儲器的移動的存儲器管理系統與方法以及程序。本發明的另一個目的在于，提供一種能夠擴大最大文件大小的存儲器管理系統與方法以及程序。本發明的再另一個目的在于，提供一種能夠在分散的多個據點間存根化的存儲器管理系統與方法以及程序。本發明的再另一個目的在于，提供一種能夠進行存根化/非存根化的觸發控制的存儲器管理系統與方法以及程序。本申請中所公布的發明，為實現上述目的，概略上采用以下結構。本發明的一方面(側面)中的控制器，具備判斷機構，其在從客戶端發出了對文件服務器的文件的訪問請求時，接收對上述文件的訪問請求，判斷上述文件，是否是記錄有從上述文件服務器移動到其他文件服務器的實文件的位置信息、且保存在上述文件服務器中的存根文件；以及控制機構，其在是存根文件的情況下，在上述訪問請求，需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述其他文件服務器的實文件并向上述客戶端返回應答。本發明中的控制器，可具有存儲管理機構，其對包含上述文件服務器中保存的上述存根文件、與上述其他文件服務器中保存的上述實文件之間的對應關系的信息進行存儲管理，在上述訪問請求能夠由上述控制器所保持的上述信息來應對的情況下，不訪問上述實文件，從上述控制器，向上述客戶端返回對上述訪問請求的應答。本發明的另一側面中的存儲器管理系統，具有至少1個客戶端；具有1次存儲器的第1服務器；具有2次存儲器的第2服務器；以及，控制裝置，上述1次存儲器，具備記錄有從上述1次存儲器移動到上述2次存儲器的實文件的位置信息的存根文件；上述控制裝置，在從上述客戶端，發出了上述第1服務器的上述1次存儲器的文件訪問請求時，接收上述文件訪問請求，判斷訪問對象的文件是否是存根文件，在是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，用上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答，并且實施控制使得從上述客戶端看來上述存根文件是實體。本發明中的存儲器管理系統中，可夠成為，令上述控制裝置具有存儲管理包括上述1次存儲器中所保存的上述存根文件與上述2次存儲器中所保存的上述實文件之間的對應關系的信息的存儲機構；在上述訪問請求，能夠通過上述控制裝置所保持的上述信息來應對的情況下，從上述控制裝置，向上述客戶端返回對上述訪問請求的應答。本發明的另一側面中的方法，是包括至少1個客戶端、具有1次存儲器的第1服務器、具有2次存儲器的第2服務器以及控制裝置的系統的存儲器管理方法，其中在上述1次存儲器中，設置記錄有從上述1次存儲器移動到上述2次存儲器的實文件的位置信息的存根文件；并包括上述控制裝置，在從上述客戶端，發出了上述第1服務器的上述1次存儲器的文件訪問請求時，接收上述文件訪問請求，并判斷訪問對象的文件是否是存根文件的步驟；以及，上述控制裝置，在上述判斷的結果顯示是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答的步驟，并且使得從上述客戶端看起來上述存根文件就像是實體。本發明中的方法中，可包含上述控制裝置，存儲管理包括上述1次存儲器中所保存的上述存根文件與上述2次存儲器中所保存的上述實文件之間的對應關系的信息的步驟；以及，上述控制裝置，在上述訪問請求能夠通過上述控制裝置所保持的上述信息來應對的情況下，從上述控制裝置，向上述客戶端返回對上述訪問請求的應答的步驟。本發明的另一側面中的計算機程序，使構成在從客戶端發出對文件服務器的文件的訪問請求時接收對上述文件的訪問請求的控制裝置的計算機，執行判斷處理，對上述文件是否是記錄有從上述文件服務器移動到其他文件服務器的實文件的位置信息、且保存在上述文件服務器中的存根文件進行判斷；以及，控制處理，在是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答。本發明中的程序中，可包括讓上述計算機執行用存儲機構對包括上述文件服務器中所保存的上述存根文件與上述其他文件服務器中所保存的上述實文件之間的對應關系的信息進行存儲管理的處理；以及，在上述訪問請求，能夠通過上述控制器所保持的上述信息來應對的情況下，不訪問上述實文件，從上述控制器，向上述客戶端返回對上述訪問請求的應答的處理的程序。本發明中的上述控制器、存儲器管理系統與方法、計算機程序中，可以采用以下構成。根據上述文件的屬性信息，判斷是否是存根文件。讓上述存根文件的文件大小是固定長度。上述存根文件的生成時刻屬性欄中，包含有表示是存根文件的值。上述存根文件的變更時刻屬性欄中，包含有表示是存根文件的值。上述存根文件，包含有用來讓上述控制器(控制裝置)能夠判斷是否是存根文件的幻數。上述存根文件包含有上述實文件的屬性。上述存根文件包含有訪問上述實文件的識別符。上述識別符，是路徑名、存儲器所生成的ID、URL(UniformResourceLocator)中的任意一個。上述存根文件，包含有多個上述識別符。根據從上述客戶端向上述文件服務器的文件訪問，判斷是否是對存根文件的訪問。根據來自上述客戶端的訪問中所包含的文件ID或文件柄，判斷是否是對存根文件的訪問。將來自上述客戶端的訪問請求發送給文件服務器，根據來自上述文件服務器的應答中所包含的屬性，判斷是否是存根文件。在將來自上述客戶端的訪問請求發送給文件服務器，并且根據來自上述文件服務器的應答中所包含的屬性，判斷有可能是存根文件的情況下，用上述1個文件服務器讀出上述存根文件，根據上述存根文件的幻數判斷是否是存根文件。在將來自上述客戶端的訪問請求原樣轉發給文件服務器后，文件屬性發生變化的情況下，判斷是否是上述存根文件的機構，在將上述訪問發送給文件服務器之前，訪問上述文件服務器，判斷是否是存根文件。觀察從上述客戶端向文件服務器的文件訪問，判斷是否是對存根文件的訪問，并變更控制動作。上述存根文件包含有上述控制器(控制裝置)的處理的描述，進行通過上述存根文件的描述內容所提示的動作。在來自上述客戶端的訪問請求的對象，不是存根文件的情況下，將訪問請求原樣轉發給服務器，將來自文件服務器的應答原樣轉發給客戶端。在是存根文件的情況下，不被上述客戶端察覺地切換成對實文件的訪問。在打開時，如果打開對象文件是存根文件，則將文件ID存儲起來，以后的使用文件ID的訪問請求中，通過與上述所保存的文件ID進行比較，來判斷是否是對存根文件的訪問。在查找時(LOOKUP)，如果是存根文件，便將文件柄存儲起來，在以后的使用文件柄的請求中，通過與所存儲的文件柄進行比較，判斷對存根文件的訪問。在客戶端讀或寫文件時，如果是對存根文件的訪問，便將其變更為對實文件的訪問。打開實文件，并將上述實文件的文件ID與存根文件的文件ID成組保存。查找(LOOKUP)實文件，并將上述實文件的文件柄與存根文件的文件柄成組保存。在被上述客戶端輸入了使用存根文件的文件ID的訪問請求時，替換成上述存儲的實文件的文件ID，向存儲有上述實文件的文件服務器發送上述訪問請求。在被上述客戶端輸入了使用存根文件的文件柄的訪問請求時，替換成上述存儲的實文件的文件柄，向存儲有上述實文件的文件服務器發送上述訪問請求。在被上述客戶端輸入了變更屬性的請求時，變更為不改寫存根文件屬性后發送給文件服務器，并控制為不改寫存根文件屬性。具有緩存上述存根文件的內容的存儲部，在存在來自上述客戶端的訪問時，不從上述1個文件中讀出存根文件本身，而使用上述緩存的內容來進行處理。因從上述客戶端對存根文件的更新而改變了屬性時，不變更存根文件本身的文件屬性，更新所緩存的存根文件數據的內容，在從上述客戶端接收到關閉(CLOSE)請求時，寫回到存根文件自身中。在從上述客戶端發出關閉(CLOSE)請求之后，接收該請求，并對存根文件與實文件這雙方進行關閉處理。在從上述客戶端發出關閉(CLOSE)請求之后，接收該請求，并將所存儲的文件ID的表刪除。在上述客戶端不會明示發出關閉(CLOSE)的協議的情況下，考慮上述客戶端緩存文件柄的時間，在其以上的時間中，上述客戶端沒有進行訪問的情況下，刪除所保存的文件柄變換表。接收從上述文件服務器向上述客戶端的文件訪問應答，變更上述應答的信息的一部分回發給上述客戶端，讓上述客戶端不會發現是存根文件。在客戶端打開文件時，通過文件的屬性來判斷是否是存根文件，如果是存根文件屬性，則變更成實文件屬性后轉發給客戶端。在來自文件服務器的對來自上述客戶端的文件屬性取得命令的應答中，如果上述文件是存根文件，在將屬性變更成實文件屬性之后，將變更之后的應答，轉發給客戶端。不對上述客戶端造成影響地，復制實文件來進行存根文件化。將上述1個文件服務器的文件復制到其他文件服務器中，暫時保留客戶端訪問，將上述1個文件服務器的文件改寫為存根文件，之后恢復客戶端的訪問。不對上述客戶端造成影響地，將上述存根文件，恢復成實文件。將上述實文件，復制到1個文件服務器的臨時區域中之后，暫時保留客戶端的訪問，通過名稱變更(RENAME)來替換存根文件，之后恢復客戶端訪問。本發明中，在客戶端與服務器之間，導入控制裝置(也稱作“中間裝置”)，由于中間裝置只使用客戶端·服務器間的標準文件訪問協議，因此客戶端·服務器均不需要任何特別的對應。另外，本發明中，由于控制裝置，能夠用文件訪問協議的等級完全隱藏向二次存儲器的移動，因此客戶端中完全不會察覺文件被移動到了二次存儲器中，而能夠進行使用。本發明中，通過在存根文件內保存多個分割文件的路徑名，能夠擴大最大文件大小。各個分割文件中，最大設有讀寫大小那么多的重疊區域，讓1個命令的訪問不會跨越多個分割文件。關于重疊區域的寫入，在兩個分割文件中同步。如果達到最大文件大小以下的某個閾值，便作為新的分割文件，在存根文件中注冊路徑名。在首次存根化原文件的情況下，通過對原文件實施RENAME來進行。因此，首個分割文件設置在與原文件相同的文件系統內。之后所生成的分割文件，可以分散設置在不同的文件系統中。在廣域分散網絡文件系統(多個據點)中，可以采用存根與實文件分散設置并互相參照的構成。在實文件存在于自據點的文件系統中的情況下，在因更新使得屬性被改變時，更新他據點的存根文件。在實文件存在于他據點的文件系統中的情況下，根據自據點的存根文件內的實文件信息，向他據點的實文件轉發。中間裝置緩存他據點的實文件，在自據點的存根文件中存儲緩存信息。如果有訪問，便將自據點的存根文件的緩存信息與實文件屬性進行比較，如果緩存有效，便使用緩存進行應答。更詳細的說，1個據點的文件系統，具有緩存他據點的實文件的緩存區域，在上述存根文件中存儲緩存信息。上述中間裝置，具有存儲有與所緩存的實文件相對應的上述存根文件的緩存信息的存儲部，上述1個據點的上述中間裝置，接收來自上述客戶端的訪問請求，檢查存根文件的緩存信息，是否保存在上述中間裝置的存儲部中，在保存在其中的情況下，使用上述緩存區域的實文件，對來自上述客戶端的訪問請求進行處理。作為存根化的觸發，如果存儲器容量達到閾值，便進行存根化。此時，可從沒有訪問的文件開始進行存根化。在多個據點所構成的廣域分散環境中，根據用戶的訪問信息，在訪問較多的據點中設置實文件，在其他據點中進行存根化。在設定了限額限制的情況下，設定比其小的閾值，如果達到該閾值，便進行控制，將訪問的老文件移動到下層等。通過本發明，不需變更現有的客戶端·服務器，能夠實現層級存儲器管理，并能夠大幅削減管理工作量。另外，通過本發明，由于能夠對客戶端完全隱藏向二次存儲器的移動，因此客戶端不會察覺到層級存儲器管理，而能夠進行系統的運用。根據本發明，通過采用在存根文件中具有多個分割文件的路徑信息的構成，能夠擴大最大文件大小。另外，根據本發明，多個據點間的存根、實文件能夠互相參照。通過在訪問頻度較高的據點中設置實文件，在訪問頻度較低的據點中進行存根化等，能夠抑制降低據點間(機群間)的通信的增大，從而能夠避免據點間互相訪問中的性能降低。另外，根據本發明，通過在達到限額(Quota)設定值之前，自動進行存根化，從而能夠事先避免限額錯誤所引起的訪問鎖定等。圖1為說明本發明的一個實施例的系統構成的圖。圖2為說明本發明的一個實施例的使用存根文件的處理概要的圖。圖3為說明本發明的一個實施例的存根文件格式的圖。圖4為說明本發明的一個實施例的中間裝置所具有的表的圖。圖5為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖6為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖7為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖8為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖9為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖10為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖11為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖12為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖13為說明本發明的一個實施例的使用存根文件的處理概要的圖。圖14為說明本發明的一個實施例的使用存根文件的處理概要的圖。圖15為說明本發明的一個實施例的中間裝置所具有的表的圖。圖16為通過流程說明本發明的一個實施例的動作的圖。圖17為說明本發明的一個實施例的中間裝置的構成之一例的圖。圖18為說明本發明的另一實施例中的最大文件大小的擴大的圖。圖19為說明本發明的另一實施例中使用存根文件的最大文件大小的擴大的圖。圖20為說明本發明的另一實施例中的存根文件與分割文件之間的對應的圖。圖21為說明本發明的另一實施例的廣域分散環境中的相互參照模型的圖。圖22為說明廣域分散環境中的READ/WRITETE類處理(存根側)的順序圖。圖23為說明廣域分散環境中的READ/WRITE類處理(實數據側)的順序圖。圖24為說明廣域分散環境中的文件系統更新處理(存根側)的順序圖。圖25為說明廣域分散環境中的文件系統更新處理(實數據側)的順序圖。圖26為說明本發明的另一實施例中的存根文件的緩存的圖。圖27為說明圖26的系統中的READ緩存(存根側)的順序圖。圖28為說明圖26的系統中的WRITE緩存(存根側)的順序圖。圖29為用來說明本發明的另一實施例的由Quota設定值與存儲器使用量閾值實現的存根化的圖。圖中1-客戶端，2-網絡，3-中間裝置(NAS交換器)，4-網絡，5-文件服務器(一次存儲器)、NAS，6-文件服務器(二次存儲器)，7-存根文件，7A-存根識別用幻數，7B-實文件屬性，7C-二次存儲器實文件路徑名，7D-保留部，8-實文件，11-存根文件ID表，11A-一次存儲器FID，11B-二次存儲器FID，11C-存根管理表指針，12-存根管理表，12A-一次存儲器文件路徑名，12B-二次存儲器文件路徑名，12C-實文件屬性，13-存根文件柄表，13A-一次存儲器文件柄，13B-二次存儲器文件柄，13C-存根管理表指針，14-包轉發部，15-存根文件判斷部，16-服務器訪問部，17-屬性變更部，18-表管理部，31-指針，51-緩存區域，52-服務區域，101～106-OPEN時的動作流程，111～117-READ時的動作流程，121～125-屬性GET(通過文件ID指定對象)的動作流程，131～137-屬性GET(通過PATH指定對象)的動作流程，141～149-屬性SET(通過文件ID指定對象)的動作流程，151～159-屬性SET(通過PATH指定對象)的動作流程，161～168-FIND類(通過PATH指定對象)的動作流程，171～178-CLOSE時的動作流程，181～185-NFS協議的情況下的動作流程。具體實施例方式對照附圖對本發明的實施方式進行說明。圖1為表示使用本發明中的中間裝置的一個實施方式的系統構成的圖。對照圖1，本發明的一個實施方式中的系統，客戶端1與構成本發明的控制裝置的中間裝置3，經網絡2相連接，中間裝置3與文件服務器5以及文件服務器6，經網絡4相連接。文件服務器5，是相對高速·小容量的一次存儲器，文件服務器6，是相對低速·大容量的二次存儲器。網絡2、4例如使用IP網。客戶端1，例如使用標準文件訪問協議(NFS(NetworkFileSystem網絡文件系統)或CIFS(CommonInternetFileSystem通用互聯網文件系統)等)，訪問文件服務器5(一次存儲器)。客戶端1，對位于文件服務器5(一次存儲器)中的文件進行訪問。被移動到文件服務器6(二次存儲器)中的文件，中間裝置3對訪問實施將訪問目的地變更為文件服務器6(二次存儲器)的處理。由于對文件服務器6(二次存儲器)的訪問，由中間裝置3進行，因此客戶端1不會發現對文件服務器6(二次存儲器)進行的訪問，能夠完全隱藏。另外，雖然本發明的控制裝置，由位于客戶端與文件服務器的文件訪問協議的中間位置的中間裝置3構成，但并不限制于該結構，也可以構成為設置在文件服務器5(一次存儲器)內。另外，本發明的控制裝置，也可以由軟件模塊構成。圖2為說明本發明的一個實施方式的動作原理的圖。對照圖2，對中間裝置用來實施將訪問從文件服務器5(一次存儲器)變更到文件服務器6(二次存儲器)的處的方法進行說明。文件服務器6(二次存儲器)中，放置實文件8(被從文件服務器5(一次存儲器)移動來的文件)，文件服務器5(一次存儲器)中，放置與實文件8相對應的存根文件(stubfile)7。而且，文件服務器5(一次存儲器)的存根文件7中，存儲有被移動到文件存儲器6(二次存儲器)中的實文件8的路徑名。中間裝置3，在客戶端1訪問文件服務器5(一次存儲器)時，在其是存根文件7的情況下，使用存根文件7中所保存的路徑名，訪問文件服務器6(二次存儲器)的實文件8，接收來自文件服務器6(二次存儲器)的應答，回發給客戶端1。通過這樣，客戶端1能夠像文件服務器5(一次存儲器)上存在實文件8一樣進行文件操作。下面對中間裝置3的處理進行詳細說明。首先，中間裝置3，需要判斷客戶端1所訪問的文件是否是存根文件7。因此，本實施方式中，將存根文件7設為如下的文件。·在文件的時間戳中，插入表示存根文件的ID(CIFS中使用生成時刻CreateTime。NFS中使用Mtime)·將文件大小固定為例如1KB。如果將文件大小設為很難與通常的文件重復的值則更加理想。即，原因在于能夠通過文件大小的值來判斷是存根文件或是其候選。·在文件數據的開頭，加入幻數。這樣，由于能夠通過文件屬性(文件時間戳與文件大小)來判斷存根文件，因此能夠進行高速的判斷。另外，通過本實施方式，通過在文件開頭加入幻數，能夠防止存根文件的誤識別，從而能夠可靠地判斷存根文件。圖3為表示本發明的一個實施例中的存根文件7的格式的圖。參照圖3，存根文件7的開頭，是存根文件識別用幻數7A。這是用來最終確認是存根文件的標志，采用某個程度的長度的幻數。實文件屬性7B中，存儲有實文件8的屬性(文件大小，更新日期等)。通過這樣，對于只需要返回屬性的這種請求，不訪問文件服務器6(二次存儲器)，就能夠回復應答。二次存儲器實文件路徑名7C，是文件服務器6(二次存儲器)內的實文件8的路徑名。雖然對其并沒有特別的限制，但本例中，由于文件服務器6是通過路徑名來訪問文件的服務器，因此是二次存儲器內的實文件路徑名7C。但是，如果不是通過路徑名，而是通過某種ID來確定文件的服務器，則使用ID，也可使用塊地址或URL(UniformResourceLocator)等。即，二次存儲器實文件路徑名7C，只要能夠讓中間裝置3根據它來訪問實文件8即可。保留部(reserve)7D，如前所述，是為了令存根文件7長度固定而添加的空白區域。另外，存根文件7的格式也不一定為該順序，除了圖3所示的要素以外，還可以再設置其他要素來構成。使用存根文件7的優點在于，中間裝置3可不持有移動到文件服務器6(二次存儲器)中的文件的表。例如，雖然也考慮到不使用存根文件7，由中間裝置3保持所有的信息，但這種情況下，對于來自客戶端1的所有請求，都需要由中間裝置3內部實施與表項(tableentry)的比較。與此相對，在使用存根文件7的系統中，中間裝置3，將來自客戶端1的命令轉發給文件服務器5(一次存儲器)，中間裝置3能夠通過觀察來自文件服務器5的應答中所包含的文件屬性，來判斷是否是存根文件。因此，中間裝置3不需要保持所有的存根文件的信息，存根文件7的數目從而不受中間裝置3的存儲容量限制。另外，也不會因中間裝置3的存儲容量的壓迫，使得傳輸速度降低，從而能夠高速傳輸。接下來，對中間裝置3的內部所保持的表進行說明。在CIFS協議的情況下，具有圖4所示的兩個表。存根文件ID表11，是在客戶端1打開存根文件7的情況下(作為客戶端1，可以看作是打開實文件8)所生成的表。存根文件ID表11，具有一次存儲器FID(11A)、二次存儲器FID(11B)、以及存根管理表指針(11C)。一次存儲器FID(11A)，是文件服務器5(一次存儲器)的存根文件7的文件ID(關于文件ID將在后文中說明)。二次存儲器FID(11B)，是文件服務器6(二次存儲器)的實文件8的文件ID。存根管理表指針(11C)，是指向對應的存根管理表12的指針。存根管理表12，是在客戶端1訪問存根文件7時，將存根文件7的內容用中間裝置3進行緩存的表，具有一次存儲器文件路徑名(12A)、二次存儲器文件路徑名(12B)、以及實文件屬性(12C)。一次存儲器文件路徑名(12A)，是文件服務器5(一次存儲器)的存根文件7的路徑名。二次存儲器文件路徑名(12B)，是文件服務器6(二次存儲器)的實文件8的路徑名。其被設定與存根文件7內的二次存儲器實文件路徑名7C相同的內容。實文件屬性(12C)，是實文件8的屬性，被設定與存根文件7內的實文件屬性7B相同的內容。但是，在從客戶端1進行更新，變更實文件的屬性的情況下(例如進行了WRITE(寫入)導致文件大小增大等情況下)，不需要每次都改寫存根文件7內的實文件屬性7B，有時只改寫中間裝置3內的存根管理表12就能夠對應。這種情況下，存根文件7內的實文件屬性7B與存根管理表12的實文件屬性12C不同。接下來，對客戶端1經中間裝置3進行訪問時的中間裝置3的動作進行說明。雖然沒有特別的限制，但以下，以Windows(注冊商標)環境的缺省下使用的CIFS協議作為文件訪問協議的情況為例進行說明。雖然在其他文件訪問協議中，命令形式多少有些不同，但基本的動作相同，也能夠適用本發明。<OPEN(通過路徑名指定對象)>圖5為表示從客戶端1發出OPEN(打開)請求，并被中間裝置3收到時的處理順序的流程圖。在客戶端1開始訪問時，首先，指定路徑名并發出OPEN請求(OPENReq(PATH))。對于OPEN請求，文件服務器5、6如果成功或失敗、成功，則應答文件ID(FID)與文件屬性。客戶端1，在到此次的OPEN請求之后的CLOSE之前的期間，使用由來自文件服務器的對OPEN請求的應答所發送的文件ID，進行READ(讀取)或WRITE(寫入)等訪問。這個構造，幾乎在所有的文件訪問協議中都是共通的。中間裝置3，接收來自客戶端1的OPEN請求(OPENReq(PATH)，并將其直接轉送給文件服務器5(一次存儲器)(步驟101)。然后，中間裝置3，接收來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(OPENResp(FID、屬性))，并檢查該應答中所包含的文件屬性(步驟102)。在文件屬性不是存根文件屬性的情況下(步驟102的否判斷)，中間裝置3，將來自文件服務器5的應答(OPENResp(FID、屬性))，原樣轉發給客戶端1(步驟106)。所謂存根文件屬性，如上所述，為文件屬性中時間戳與文件大小表示是存根文件的情況。中間裝置3，在是存根文件屬性的情況下(步驟102的是判斷)，為了進行確認，對文件開頭進行READ(READReq(FID))，確認文件開頭的幻數(步驟103)。如果不是存根文件7(步驟103的否判斷)，中間裝置3將來自文件服務器5的應答(OPENResp(FID、屬性))，原樣轉發給客戶端1(步驟106)。在是存根文件7的情況下(步驟103的是判斷)，中間裝置3生成存根文件ID表11與存根管理表12(步驟104)。但是，在中間裝置3中已經存在該存根文件7的存根管理表12的情況下，不重新生成。這相當于，其他客戶端1已經打開了該存根文件的情況等，或用FIND類命令等、不OPEN地用路徑名進行指定的命令到來時，進行生成的情況。接下來，中間裝置3，將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(OPENResp(FID、屬性))內的文件屬性，改寫為存根管理表12內的實文件屬性(12C)(步驟105)，并將應答(OPENResp(FID、屬性))轉發給客戶端(步驟106)。通過這樣，由于客戶端1接收到了實文件8的屬性，因此隱藏其是存根文件7這一情況。另外，上述中間裝置3的處理，可以通過由構成中間裝置3的計算機所執行的程序等來實現。<READ/WRITE(用文件ID指定對象)>圖6為表示OPEN后，從客戶端1發出READ/WRITE請求時的處理順序的流程圖。另外，圖6中表示READ請求發出時的處理順序。客戶端1，在READ請求(READReq(FID))中，指定文件ID(FID))(步驟111)。中間裝置3，接收來自客戶端1的READ請求(READReq(FID))，并從存根文件ID表11中檢索文件ID(步驟112)。如果步驟S112中的檢索結果顯示，該文件ID不存在于存根文件ID表11中(步驟113的否分支)，則得知不是存根文件。因此，中間裝置3，將READ請求(READReq(FID))，像通常一樣原樣轉發給文件服務器5(一次存儲器)。之后，中間裝置3，將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答也原樣回發給客戶端1。另一方面，中間裝置3中，在文件ID存在于存根文件ID表11中的情況下(步驟113的是分支)，中間裝置3檢查存根文件ID表11的二次存儲器FID(11B)是否有效(步驟114)。二次存儲器FID(11B)是否有效，可以在存根文件ID表生成時，將二次存儲器FID(11B)設定為NULL(空)，在判斷時，如果是NULL以外則判斷為有效。在步驟114的判斷的結果顯示，二次存儲器FID(11B)有效的情況下(步驟114的是分支)，中間裝置3對文件服務器6(二次存儲器)，使用二次存儲器FID(11B)來發送READ請求(116)，并將來自文件服務器6(二次存儲器)的應答轉發給客戶端1(步驟117)。另一方面，在步驟114的判斷的結果顯示，二次存儲器FID(11B)無效的情況下(步驟114的否分支)，由于中間裝置3，是OPEN后的首次READ或WRITE，因此文件服務器6(二次存儲器)的實文件8沒有被OPEN。因此，中間裝置3，使用存根管理表12內的二次存儲器文件路徑名(12B)，對文件服務器6(二次存儲器)的實文件8進行OPEN，并將文件服務器6(二次存儲器)的應答的文件ID，注冊到存根文件ID表11的二次存儲器FID(11B)中(步驟115)。也即，中間裝置3向文件服務器6(二次存儲器)發送OPEN請求(OPENReq(PATH2))，并從來自文件服務器6(二次存儲器)的應答(OPENResp(FID2，屬性))中，將二次存儲器的文件ID(FID2)，保存到存根文件ID表11的二次存儲器FID(11B)中。通過這樣，二次存儲器FID(11B)便不是初始設置的值NULL。之后，中間裝置3使用二次存儲器FID(11B)，來將READ請求(READReq(FID2))發送給文件服務器6(二次存儲器)(步驟116)，中間裝置3接收來自文件服務器6(二次存儲器)的應答(ReadResp)，并將該應答轉發給客戶端1(步驟117)。在來自客戶端1的訪問請求是WRITE請求的情況下，寫入的結果有時候會讓文件大小變化。雖然因文件服務器5(一次存儲器)的存根文件7內具有實文件屬性7B，需要進行變更，但本實施方式中，在實文件的文件大小發生了變更時，僅對中間裝置3所緩存的存根管理表12內的實文件屬性12C進行變更，并在CLOSE時寫回存根文件7。通過這樣，無需每次都進行文件服務器5(一次存儲器)的改寫作業，從而能夠高速傳輸。另外，上述中間裝置3的處理，可以通過構成中間裝置3的計算機所執行的程序來實現。<屬性GET類命令(通過文件ID指定對象)>圖7為表示在用屬性GET類發出通過文件ID指定對象的命令的情況下的處理順序的流程圖。中間裝置3中，將來自客戶端1的屬性GET請求(GETReq(FID))，發送給文件服務器5(一次存儲器)(步驟121)。中間裝置3，通過屬性GET請求(GETReq(FID))的文件ID(FID)檢索存根文件ID表11(步驟122)，并判斷是否是存根文件(步驟123)。中間裝置3，在步驟123的判斷結果顯示不是存根文件的情況下(步驟123的否分支)，將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(GETResp)，原樣轉發給客戶端1(步驟125)。另一方面，中間裝置3，在步驟123的判斷結果顯示是存根文件的情況下(步驟123的是分支)，將應答(GETResp(屬性))中所含有的文件屬性，改寫至存根管理表12內的實文件屬性12C(步驟124)后，將應答(GETResp(屬性))轉發給客戶端(步驟125)。圖7中，雖然如果根據屬性GET請求(GETReq(FID))中所包含的文件ID進行檢索，可以看作中間裝置3不需要向文件服務器5(一次存儲器)發送屬性GET請求(GETReq(FID))，但由于客戶端1的訪問權檢查等處理由文件服務器5(一次存儲器)進行，因此中間裝置3必需將屬性GET請求(GETReq(FID))發送給文件服務器5(一次存儲器)，并且如果來自文件服務器5(一次存儲器)的應答錯誤，必需保持錯誤原樣回發給客戶端。<屬性GET類命令(通過路徑指定對象)>圖8為表示用屬性GET類發出通過路徑名指定對象的命令的情況下的處理順序的流程圖。中間裝置3，將來自客戶端1的屬性GET請求(GETReq(PATH))，發送給文件服務器5(一次存儲器)(步驟131)。由于來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(GETResp(屬性))中含有文件屬性，因此中間裝置3判斷該文件屬性是否是存根文件屬性(步驟132)，如果不是存根文件(步驟132的否分支)，則向客戶端1原樣轉發應答(GETResp)(步驟137)。中間裝置3，在屬性是存根文件屬性的情況下(步驟132的是分支)，打開文件服務器5(一次存儲器)的存根文件7，對其內容實施READ后關閉存根文件7(步驟133)。中間裝置3確認所讀出的開頭的幻數(參照圖3)，判斷是否是存根文件(步驟134)。如果不是存根文件(步驟134的否分支)，中間裝置3便將應答(GETResp)原樣轉發給客戶端。如果是存根文件(步驟134的是分支)，中間裝置3生成存根管理表12(步驟135)，將應答(GETResp(屬性))的文件屬性，替換為存根文件7的實文件屬性7B(步驟136)，并轉發給客戶端1(步驟137)。由于步驟135中的存根管理表的生成處理，是作為以后訪問同一個文件時的緩存來生成的，因此也有可能不執行。<屬性SET類命令(通過文件ID指定對象)>圖9為表示用屬性SET類發出通過文件ID指定對象的命令的情況下的處理順序的流程圖。屬性SET類與GET類不同，若原樣轉發給文件服務器5(一次存儲器)，在是存根文件的情況下，會改寫存根文件屬性，結果導致中間裝置3無法識別存根文件。因此，本實施方式中，必需先進行存根文件判斷之后再進行轉發。首先，中間裝置3，從客戶端1接收到屬性SET請求(SETReq(FID))之后(步驟141)，與READ/WIRTE請求一樣，通過存根文件ID檢索存根文件ID表11(步驟142)，在不是存根文件的情況下(步驟143的否分支)，向文件服務器5(一次存儲器)原樣轉發該屬性SET請求。在是存根文件的情況下(步驟143的是分支)，中間裝置3對存根文件ID表11的二次存儲器FID(11B)是否有效(是否有二次文件ID)進行檢查(步驟144)，在有效的情況下(步驟144的是分支)，中間裝置3將替換屬性至二次存儲器FID(11B)的屬性SET請求(SETReq(FID2))，發送給文件服務器6(二次存儲器)，并接收來自文件服務器6(二次存儲器)的應答(SETResp)(步驟147)。在應答(SETResp)為屬性SET成功的情況下，改寫存根管理表12內的實文件屬性12C(步驟148)，并將應答(SETResp)轉發給客戶端(步驟149)。另一方面，在二次存儲器FID(11B)無效的情況下(步驟144的否分支)，中間裝置3，向文件服務器6(二次存儲器)發送OPEN請求(OPENReq(PATH2))，對二次存儲器的文件路徑名(12B))實施OPEN(步驟145)，并將來自文件服務器6(二次存儲器)的應答(OPENResp(FID2，屬性))的文件ID(FID2)，注冊到存根文件ID表的二次存儲器FID(11B)中(步驟146)。此后，與二次存儲器FID(11B)有效的情況一樣，將屬性SET請求(SETReq(FID2))發送給文件服務器6(二次存儲器)(步驟147)，改寫存根管理表12內的實文件屬性12C(步驟148)，并轉發給客戶端(步驟149)。<屬性SET類命令(通過路徑名指定對象)>圖10為表示用屬性SET類發出通過路徑名指定對象的命令的情況下的處理順序的流程圖。這種情況下，也和對照圖9所說明的順序一樣，在發送之前必需先進行存根文件判斷。與圖9的不同點在于，由于沒有生成存根文件ID表11，因此實際上訪問文件服務器5(一次存儲器)來進行判斷。首先，中間裝置3，從客戶端1接收到屬性SET請求(SETReq(PATH，屬性))之后，使用該路徑名向文件服務器5(一次存儲器)發送屬性GET請求(GETReq(屬性))(步驟151)。中間裝置3，判斷來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(GETResp(屬性))的屬性是否是存根文件屬性(步驟152)，并在不是存根文件的情況下(步驟152的否分支)，向文件服務器5(一次存儲器)轉發屬性SET請求(SETReq(PATH，屬性))，并且將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(SETResp)轉發給客戶端1(步驟159)。在是存根文件屬性的情況下(步驟152的是分支)，中間裝置3為了得到存根識別用幻數7A，通過該路徑名對文件服務器5(一次存儲器)實施OPEN，并對文件開頭實施READ、實施CLOSE(步驟153)。如果不是存根識別用幻數7A(步驟154的否分支)，由于不是存根文件，因此中間裝置3將屬性SET請求(SETReq(PATH，屬性))發送給文件服務器5(一次存儲器)，并將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(SETResp)轉發給客戶端1(步驟159)。在確認是存根文件的情況下(步驟154的是分支)，中間裝置3，首先向文件服務器5(一次存儲器)發送屬性SET請求(SETReq(PATH，屬性&stub))(步驟155)。此時，對實施SET的屬性，嵌入存根文件屬性stub進行發送。通過這樣，便不會丟失存根文件屬性。之后，為了改寫存根文件7內的實文件屬性，中間裝置3對存根文件7實施OPEN，并將實文件屬性向存根文件7實施WRITE之后，實施CLOSE(步驟156)。在通過文件ID指定對象的屬性SET類命令的情況下，由于已經被從客戶端1打開(OPEN)，因此中間裝置3中，生成有存根管理表12，屬性的變更可只反映在存根管理表12中，并在從客戶端1接收到CLOSE時進行反映，而在通過路徑名指定對象的屬性SET類命令的情況下，由于沒有打開，因此不存在存根管理表，必需反映在存根文件7內的實文件屬性7B中。之后，中間裝置3，向文件服務器6(二次存儲器)發送屬性SET請求(SETReq(PATH，屬性))(步驟157)，并接收來自文件服務器6(二次存儲器)的應答(SETResp)，轉發給客戶端1(步驟158)。<READDIR、FIND類命令(通過路徑名指定對象)>圖11為表示READDIR·FIND類命令的情況下的處理順序的流程圖。首先，中間裝置3從客戶端1接收到FIND類請求(FINDReq(PATH))之后，發送給文件服務器5(一次存儲器)(步驟161)。中間裝置3，判斷來自文件服務器5(一次存儲器)的應答(FINDResp(屬性))中所包含的屬性是否是存根文件屬性(步驟162)，如果不是存根文件(步驟162的否分支)，便原樣將應答(FINDResp(屬性))轉發給客戶端1(步驟168)。另一方面，在是存根文件屬性的情況下(步驟162的是分支)，中間裝置3，檢索存根管理表12(步驟163)，在檢索的結果顯示存在的情況下(步驟164的是分支)，將應答(FINDResp(屬性))的屬性，改寫為實文件屬性12C(步驟167)，并將改寫該屬性的應答轉發給客戶端1(步驟168)。在步驟163中的存根管理表12的檢索結果顯示沒有找到的情況下(步驟164的否分支)，中間裝置3為了確認存根識別用幻數7A，對文件服務器5(一次存儲器)實施OPEN、READ、CLOSE(步驟165)。如果該結果(讀出結果)顯示是存根文件7(步驟166的是分支)，中間裝置3便改寫屬性(步驟167)，如果不是存根文件7(步驟166的否分支)，便實施對客戶端1的應答轉發處理(步驟168)。此時，為了準備以后也會受到來自客戶端的FIND類訪問，可生成好存根管理表12。<CLOSE(通過文件ID指定對象)>圖12為表示發出CLOSE命令的情況下的處理順序的流程圖。中間裝置3，從客戶端1接收到CLOSE請求(CLOSEReq(FID))之后，取出文件ID后檢索存根文件ID表11(步驟171)。如果文件ID(FID)不存在于存根文件ID表11中(步驟172的否分支)中，由于不是存根文件，因此中間裝置3將CLOSE請求(CLOSEReq(FID))，轉發給文件服務器5(一次存儲器)，并將應答轉發給客戶端1。另一方面，在存在存根文件ID表11的情況下(步驟172的是分支)，由于得知是存根文件，因此，中間裝置3首先為了關閉(COLSE)存根文件7，向文件服務器5(一次存儲器)發送CLOSE請求(CLOSEReq(FID))(步驟173)。由于如果存根文件ID管理表11的二次存儲器FID(11B)有效(步驟174的是分支)，實文件8被打開，因此，中間裝置3發送關閉文件服務器6(二次存儲器)的實文件8的CLOSE請求(CLOSEReq(FID2))(步驟175)。由于有時候在OPEN中有WIRTE操作，使得文件大小或屬性變化(步驟176的是分支)，這種情況下，中間裝置3打開存根文件7，改寫好內部的實文件屬性7B(步驟177的OPEN-WIRTE-CLOSE)。最后，中間裝置3向客戶端1回發應答(CLOSEResp)(步驟178)。另外，參照圖7至圖13所說明的中間裝置3的處理，也可以通過構成中間裝置3的計算機所執行的程序來實現。接下來，對讓通常文件成為存根文件時的動作進行說明。圖13為用于說明從文件服務器5(一次存儲器)向文件服務器6(二次存儲器)移動文件，從而進行存根文件化的流程的圖。首先，中間裝置3將文件從文件服務器5(一次存儲器)復制到文件服務器6(二次存儲器)(步驟1)。在此過程中進行控制，例如若客戶端對對象文件進行訪問，則中止復制，在一定時間之后，再恢復復制。如果復制完成，中間裝置3便停止客戶端1對對象文件的訪問(步驟2)。訪問的停止的方法，可以使用·將請求撤銷(drop)的方式，或·將請求暫時入隊的方式等。不管實施哪個方式，都能夠不讓客戶端1對文件服務器5的對象文件的訪問到達。在訪問停止期間，中間裝置3將文件服務器5(一次存儲器)的對象文件改寫為存根文件(步驟3)。之后，恢復停止的訪問(步驟4)。雖然停止訪問的期間，是中間裝置3改寫為存根文件的時間，但由于存根文件7的大小非常小幾乎所有的情況下通過一次的WRITE和屬性SET便完成，因此其只需要非常短的時間。接下來，對從存根文件往通常文件恢復時的動作進行說明。圖14為表示從文件服務器6(二次存儲器)向文件服務器5(一次存儲器)恢復實文件，并刪除存根文件的流程的圖。將實文件從文件服務器6(二次存儲器)覆蓋復制在文件服務器5(一次存儲器)的存根文件上后，便不再是存根文件，在此時有來自客戶端1的訪問的情況下無法判斷為存根文件。因此存在的問題是，會在復制中讓客戶端1發現半截的文件。為了避免該問題，存在一種方式，即在復制中停止客戶端1對對象文件的訪問。但是，該方式中，在文件大小較大等情況下，停止客戶端1的訪問的期間非常長，會對客戶端1造成影響。為了避免該問題，實現不對客戶端造成影響的寫回，從文件服務器6(二次存儲器)向文件服務器5(一次存儲器)的臨時區域，實施實文件的復制(步驟1)。此期間如果從客戶端訪問對象文件，由于存根文件7仍原樣保留，因此可以通過以上所說明的方式來由中間裝置3進行轉發。向臨時區域的復制完成后，停止中間裝置3對對象文件的訪問(步驟2)。之后，由中間裝置3通過RENAME命令將臨時區域的實文件與存根文件7置換(步驟3)。之后，通過中間裝置3恢復客戶端1對對象文件的訪問(步驟4)。該方式中，停止客戶端1的訪問的期間是RENAME命令的時間，同一文件系統內的RENAME命令，通常只是i節點表的更替，只需要非常短的時間。因此，能夠幾乎不給客戶端1造成影響地進行回寫。另外，上述中間裝置3的處理，可以由構成中間裝置3的計算機所執行的程序來實現。接下來，對NFS協議的情況下的實施方式進行說明。與CIFS協議不同，NFS協議是不在網絡上發出OPEN與CLOSE的協議。在這種協議的情況下，不使用以上述OPEN為契機生成表的流程。與CIFS的情況一樣，使用存根文件來實現。存根文件的內容也相同。CIFS中，文件ID是只在從客戶端1的OPEN到CLOSE之間使用的臨時ID，而NFS中，使用的是能夠區分所有的文件的稱作文件柄(filebundle)的ID。客戶端1，在LOOKUP命令中，加入上層目錄的文件柄和希望搜索的文件名后發送給服務器，作為應答，獲得文件的文件柄。之后，使用該文件柄來進行READ或WRITE。不明確進行CLOSE。因此，中間裝置3中，取代文件ID，表保持文件柄，并判斷客戶端的READ·WIRTE命令中所包含的文件柄是否是存根文件。由于若讓表保持所有存根文件的文件柄，則表會過大，因此以LOOKUP為契機生成表，如果某個程度的時間內沒有訪問，則進行從表中刪除的處理。圖15為表示NFS情況下的由中間裝置3保持的表之一例的圖。雖然存根管理表12，與CIFS的情況下相同，但取代存根文件ID表11，保持存根文件柄表13。其內容，取代一次存儲器文件ID11A與二次存儲器文件ID11B，裝入一次存儲器文件柄13A與二次存儲器文件柄13B。使用圖16，對本實施例的動作進行說明。LOOKUP請求(LOOKUPReq(文件名))從客戶端1到達中間裝置3后，中間裝置3轉送給文件服務器5(一次存儲器)(181)，監視應答中所包含的文件屬性，并判斷文件是否是存根文件7。如果是存根文件屬性(通過變更時刻、文件大小來判斷)，則實際讀取文件開頭并確認幻數。如果是存根文件，則在中間裝置內生成存根文件柄表13與存根管理表12(步驟182)。對客戶端1，將來自文件服務器5(一次存儲器)的應答的屬性替換成實文件屬性12C后，轉發給客戶端。存根文件柄表13將文件柄緩存起來以便能夠檢索，從而能夠高速進行檢索。之后，如果中間裝置接收到來自客戶端的READ或WRITE(步驟183)，便對所包含的文件柄是否存在于存根文件柄表13中進行檢索(步驟184)。在是存根文件的情況下，轉發給文件服務器6(二次存儲器)(步驟185)。另外，上述的中間裝置3的處理，可以通過構成該中間裝置3的計算機所執行的程序來實現。在首個READ或WRITE到達時，將根據存根文件7的二次存儲器實文件路徑名7C、實施LOOKUP所得到的文件柄，裝入到存根文件柄表13的二次存儲器文件柄13B中。在以后的READ或WRITE中，更替成存根文件柄表13內的二次存儲器文件柄13B后，轉發給文件服務器6(二次存儲器)。在GETATTR那樣的、不接觸實數據只獲取屬性的命令的情況下，不訪問文件服務器6(二次存儲器)，而是轉發給文件服務器5(一次存儲器)，并根據存根管理表12變更應答的屬性后進行轉發。可構成為，在文件ID或文件柄中，加入表示是存根文件的識別符。在CIFS協議的情況下，在OPEN時判斷是否是存根文件，如果是存根文件，則在返回給客戶端的文件ID中加入存根文件識別符。通過這樣，要在后續的READ或WRITE時檢索存根管理表，只需要檢索添加有存根文件識別符的文件ID即可，不需要全部與存根管理表進行比較。在NFS協議的情況下，在LOOKUP應答的文件柄中加入存根識別符。通過這樣，在后續的READ或WRITE時，只對添加了存根識別符的請求檢索存根管理表，其他的請求不需要檢索存根管理表。通過這樣，能夠減輕中間裝置的處理，進行高速傳輸。這種情況下，在存根文件生成或存根文件刪除時，在已經將沒有添加存根識別符的文件ID或文件柄傳輸給了客戶端的情況下，會產生問題。為了進行應對，在存根文件生成或刪除的前后，必須對所有的請求檢索存根管理表。為了簡化處理，還可以對客戶端進行識別，在能夠識別出已經傳輸了沒有添加存根識別符的文件ID或文件柄的客戶端的情況下，對來自除此之外的客戶端的請求，實施不檢索存根管理表的處理。存根文件中不僅僅是二次存儲器的路徑名，還可以為添加有以下信息的形態。·可以在使用多個二次存儲器路徑名的世代管理存根文件的內部，加入多個二次存儲器路徑名，進行文件的版本管理。在某個時刻，復制二次存儲器的實文件，并將復制目的地的路徑名加入到存根文件中。如果客戶端進行訪問，則訪問存根文件內的最新的實文件。通過這樣，即使在不具有快照功能等特殊功能的文件服務器中，也能夠容易地進行世代管理。與單單復制文件進行保存不同，能夠向客戶端隱藏世代管理，是不會不當更新前世代的文件的系統，具有能夠保障不被篡改的優點。·可以由中間裝置3記述附加進行的處理，并由中間裝置3對每個文件進行不同的處理。也即，存根文件中記述有中間裝置3所進行的處理，在客戶端進行訪問時，中間裝置3按照存根文件內的記述進行處理。以往的構成中，為了對每個文件進行不同的處理，需要將文件與處理的關系構成為表，并另行保存起來。與此相對，根據本發明，通過使用存根文件，能夠嵌入到文件系統內部，從而不需要另行設置表。因此，不需要每次訪問都檢索表，從而能夠實現處理的高速化、簡單化。圖17為表示上述中間裝置3的內部構成的一例的圖。如圖17所示，中間裝置3具有包轉發部14、存根文件判斷部15、服務器訪問部16、屬性變更部17、以及具有參照圖4所說明的存根文件ID表11以及存根管理表12的表管理部18。與客戶端1以及文件服務器5、6之間的通信，經包轉發部14來進行。包轉發部14，對客戶端1與文件服務器5、6之間的通信包的狀態進行管理，并根據需要，在存根文件判斷部15、服務器訪問部16以及屬性變更部17之間，進行處理的交接。存根文件判斷部15，從包轉發部14接收包，判斷該處理是否是對存根文件進行的。存根文件判斷部15，查詢表管理部18，或請求服務器訪問部16實施訪問文件服務器5的控制。服務器訪問部16，為了判斷存根文件而訪問文件服務器5，除此之外還對用于存根文件化或通常文件化的訪問等進行控制。通過存根文件判斷部15所進行的是否是存根文件的判斷，按照上述實施例中所說明的方法(屬性信息、幻數、其他)來進行。屬性變更部17，從包轉發部14接收包，并查詢表管理部18來進行包內的文件屬性的變更。雖然上述實施例中，對在對應存根文件存在1個實文件的層級存儲器系統中，在存根文件中存儲有實文件的信息(路徑名等)的例子進行了說明。但本發明當然并不僅限于1個存根文件與1個實文件相對應(1∶1對應)的形式。下面，對構成為1個存根文件中保存有多個實文件的信息等的系統的實施例進行說明。通過在1個存根文件中保存多個實文件的信息，能夠實現與層級存儲器系統不同的功能，實現新的附加價值。再有，上述的實施例中，中間裝置向客戶端提供一種使得下屬的多個文件服務器(文件系統層、存儲裝置)好像是1個文件系統的文件服務，而以下，對在多個據點設置文件服務器，并讓1個據點的客戶端能夠經中間裝置訪問多個據點的文件服務器的系統的實施例進行說明。分散在多個據點中設置文件服務器，對應于各個據點設置中間裝置，不同的據點的中間裝置之間，例如經廣域網互相通信，1個據點的客戶端不但能夠訪問1個據點的文件服務器，還能夠經其他據點的中間裝置訪問其他據點的文件服務器，將廣域分散的多個文件系統虛擬化，使得能夠實現一種讓客戶端不會發現文件的存在據點(也即文件所在的場所)的文件服務。首先，作為本發明的另一實施例，對使用存根文件的最大文件大小的擴大進行說明。NAS等中，根據安裝的文件系統層，對最大文件系統大小、最大文件大小有限制。在HPC(HighPerformanceComputing高性能計算機)等中，需要生成上述限制以上的文件。因此，本發明可以使用存根文件來擴大文件的最大大小。圖18為用來說明本發明的另一實施例的圖。參照圖18，1個文件由多個分割文件(圖18中是兩個分割文件#1、#2)構成。兩個分割文件#1、#2具有重疊區域。圖18中所示的例子中，設分割文件是NAS的最大文件大小2TB(吉字節)，由兩個分割文件#1、#2構成的文件的文件大小大約為4TB左右。這里，如果設讀/寫訪問的最大大小為16MB(兆字節)，則分割文件#1的2TB的地址空間的從末尾向開頭側的16MB，與分割文件#2的從開頭起的16MB互相重疊，成為重疊區域。這種情況下，在讀寫訪問地址小于2TB-16MB的情況下，是對分割文件#1的訪問，在讀寫訪問地址大于2TB-16MB的情況下，是對分割文件#2的訪問。在沒有設置重疊區域的情況下，例如在讀訪問地址大于2TB-16MB，訪問分割文件#1的情況下，由于一次的讀訪問是16MB，因此在執行該讀訪問時，要讀取下個分割文件#2的開頭區域的數據。另一方面，根據本實施例，例如若讀訪問地址(開頭地址)大于2TB-16MB，便從分割文件#2的該地址讀取16MB份。這樣，通過在相鄰的分割文件之間設置彼此重疊的重疊區域，能夠讓執行1次的讀/寫訪問時，不會跨越多個分割文件。向分割文件#1與#2的重疊區域的數據寫入，可以實施DualCall(寫入的兩次調用)，或向分割文件#1、#2的一方的重疊區域寫入數據之后進行復制，來使其同步。通過這樣，讓分割文件#1、#2的重疊區域的數據相一致。雖然同步的量確實帶來些損耗(overhead)，但由于與最大文件大小2TB相比，最大讀/寫大小16MB非常小，因此損耗的影響非常小。接下來，對通過本發明的一個實施例，使用存根文件來擴大最大文件大小的方法進行說明。圖19為說明本發明的一個實施例的圖。作為前述的存根文件內存儲的信息，存儲有實文件的路徑名、多個分割文件#1～#3的路徑名。再有，圖19所示的例子中，相鄰的分割文件#1、#2中設有重疊區域，相鄰的分割文件#2、#3中也設有重疊區域。圖20為說明本發明的一個實施例的圖。在原文件(不是分割文件)的文件大小超過了預先設定的閾值的情況下，進行存根化并生成分割文件#1。本實施例中，分割文件的生成，優選通過“RENAME”(變更名稱)來進行。分割文件#1，設置在與存根文件相同的文件系統內。在實施存根文件化的時刻，文件大小超出TB(吉字節)，并復制到其他文件系統中的情況下，需要大量時間。在通過文件的“RENAME”來進行存根化的情況下，不需要文件數據的復制。分割文件#2之后，可以設置在其他文件系統內。上述實施例的系統中，存根文件在1個據點、1個中間裝置內使用。下面，對多個據點、多個中間裝置間互相參照存根文件的系統結構(乘坐“互相參照模型”)進行說明。圖21為說明本發明的另一實施例的構成的圖，是用來說明互相參照模型的圖。由客戶端1、NAS交換機(中間裝置)3、以及NAS(文件服務器)5構成的多個據點，經廣域網2相連接。據點A的NAS文件系統的存根文件B，參照據點B的NAS文件系統的實文件B，據點B的NAS文件系統的存根文件A，參照據點A的NAS文件系統的實文件A。作為存根文件與實文件的配置方法，可以根據訪問頻度的歷史信息等、訪問前后關系，將訪問得較多的數據，設置在自己的文件系統中(本地化)。在是被據點A、B雙方均訪問的文件的情況下，實文件設置在訪問頻度較高的據點。圖21中所示的例子中，實文件A，由于從據點A訪問的頻度，比從據點B訪問的頻度高，因此設置在據點A中。實文件B，由于從據點B訪問的頻度，比從據點A訪問的頻度高，因此設置在據點B中。對于存根文件與實文件而言，實數據總是保持最新的狀態。另外，存根文件的信息可非同步更新，也可以總是保持最新的狀態。接下來，對在多個節點實施所帶來的匹配性的管理進行說明。作為文件數據的匹配性，使用標準協議的鎖定機構來保證匹配性。在從存根文件側進行訪問的情況下，鎖定存根文件與實文件。另一方面，在從實文件側進行訪問的情況下，只鎖定實文件。本實施例中，在從存根文件側發生更新的情況下，保持與實數據之間的匹配性。在從實數據側發生更新的情況下，非同步更新存根文件。圖22為表示圖21所示的多個據點的分散系統中的讀、寫類處理流程的圖，是表示發生了來自存根側的更新的情況下的順序的順序圖。雖然沒有特別限制，但以下以設置在NAS(NetworkAttachedStorage)與客戶端(Client)之間的NAS作為中間裝置為例進行說明。這里，設存根位于自據點(例如圖21的據點A)的NAS中，實數據位于他據點(例如圖21的據點B)的NAS中。對照圖22，客戶端(Client)向自據點的NAS交換機(switch)發出OPEN請求，自據點的NAS交換機，按照上述實施例中所說明的檢查方法(屬性、固定長度的文件大小)，對下屬的NAS的相應文件是否是存根文件進行檢查(存根？)。在是存根文件的情況下，自據點的NAS交換機，從下屬的NAS中讀出該文件，如前所述，例如根據文件開頭的幻數等，確認是否是存根文件。如果確認是存根文件(存根確定)，便向他據點的NAS交換機發送OPEN請求。如果他據點的NAS的實文件OPEN成功，則他據點的NAS交換機，向自據點的NAS交換機回發應答(Resp)，另外，鎖定他據點的NAS的實文件(LOCK)。從自據點的NAS交換機接收到OPEN請求的成功應答(Resp)的客戶端，將READ請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機經廣域網，向他據點的NAS交換機發送READ請求，他據點的NAS交換機，將從下屬的NAS中讀出的數據(DATA)，發送給自據點的NAS交換機。自據點的NAS交換機，將讀出數據轉發給客戶端。接收到讀出數據的客戶端，將CLOSE請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，經廣域網向他據點的NAS交換機發送CLOSE請求，他據點的NAS交換機，進行下屬的NAS的實文件的UNLOCK處理。之后，他據點的NAS交換機，將CLOSE請求的應答(Resp)回發給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，對自據點的NAS的存根進行CLOSE處理，將其應答(CLOSEResp)回發給客戶端。從他據點NAS交換機向自據點NAS交換機的各個應答的轉發，在據點之間同步傳輸。圖23為表示讀、寫類處理流程的圖，是表示產生了來自實文件側的更新的情況下的順序的順序圖。設實數據位于自據點(圖21的據點A)的NAS中，存根位于他據點(圖21的據點B)的NAS中。客戶端將OPEN請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，打開(LOCK)自據點的NAS的文件(實文件)，將其應答(OPENResp)返回給客戶端。客戶端進行向實數據的數據寫入。也即將WRITE請求經NAS交換機發送給據點內的NAS。寫入結束之后，客戶端發出CLOSE請求，經NAS交換機發送給下屬的NAS，進行實文件的CLOSE處理。之后，將該應答(CLOSEResp)返回給客戶端。自據點的NAS交換機，對上述WRITE處理導致的實文件的屬性變更(文件大小的變更)，向保存有存根文件的他據點的NAS所對應的NAS交換機，發送大小更新信息。在自據點的NAS交換機中，向他據點的NAS交換機的大小更新信息的發送，在CLOSE處理之后進行，通過據點間的非同步傳輸來進行。他據點的NAS交換機，更新下屬NAS文件系統內的存根文件中所保存的實文件的文件大小信息，將其應答返回給自據點NAS交換機。另外，在讀訪問的情況下，由于實文件的大小信息等不發生變更，因此不進行大小信息更新請求的發送。圖24為表示本實施例中的文件系統更新(文件的刪除、生成)處理的例子的圖，是表示產生了來自存根文件側的更新的情況下的順序的順序圖。本例中，設存根位于自據點的NAS中，實數據位于他據點的NAS中。客戶端將刪除(DELETE)請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，檢查是否是存根，在是存根的情況下，向他據點NAS交換機發送DELETE請求。他據點的NAS交換機，向其下屬的NAS的文件系統發送DELETE請求，使得該實文件(在存根文件中通過路徑名指定)被刪除。他據點的NAS交換機，將實文件的刪除的應答回發給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，在該刪除(DELETE)處理成功的情況下，指示刪除自據點的NAS的文件系統內的存根。之后，將DELETE請求的應答(DELETEResp)返回給客戶端。從自據點的NAS交換機向他據點的NAS交換機的實文件的DELETE請求的發送、從他據點NAS交換機向自據點NAS交換機的應答的發送、以及向自據點的NAS的DELETE請求的發送及其應答的返回，在將刪除的應答返回給客戶端之前進行(在據點之間同步轉發)。另外，關于在目錄下生成文件，或生成目錄等的操作，需要事先決定存根側還是實數據側。圖25為表示本實施例中的文件系統更新(文件的刪除、生成)處理的另一例的圖，是表示產生了來自實數據側的更新的情況下的順序的順序圖。設存根位于他據點的NAS中，實數據位于自據點的NAS中。客戶端向自據點的NAS交換機發出DELETE請求，自據點的NAS交換機，指示下屬的NAS進行實數據的刪除，如果刪除成功，則向客戶端返回DELETE請求的應答(DELETEResp)。接下來，向他據點的NAS交換機非同步轉發存根的刪除請求。存根的刪除的應答，被從他據點NAS交換機發送給自據點NAS交換機。關于在目錄下生成文件，或生成目錄等的操作，需要事先決定是存根側還是實數據側。接下來，對據點為N個(N≥2)的系統構成進行說明。為了進行匹配性管理，需要有來自所有保存實數據的據點的確認。在讀/寫類處理的情況下，在齊備了來自實數據據點的許可(LOCK處理成功)、與來自存根據點的存根文件的許可之后，初次執行讀/寫訪問。在文件系統更新類處理的情況下，通常，由實數據的據點確認處理成功后，將處理結果非同步傳播給其他據點。對本發明的再另一實施例進行說明。圖26為示意表示緩存存根文件的系統的構成的圖。圖26中所示的構成，是在圖21所示的構成中，至少在1個據點中緩存實文件。各個據點，具有客戶端1、NAS交換機3、NAS5，不同據點的NAS交換機3通過廣域網2通信連接，向客戶端1提供文件訪問服務，該文件訪問服務不會令客戶端1發現訪問的是該客戶端所屬的據點還是其他據點。本實施例中，在存在來自存根側的讀出和更新請求的情況下，通過在存根側的據點緩存數據，提高了存根側的訪問性能。本實施例中，可以分別具有READ、WRITE緩存。本實施例中，存根文件中包含作為緩存的指針的識別符。例如在圖3中所示的存根文件的格式中，在二次存儲器實文件路徑名7C、與保留部7D之間，添加成為緩存的指針的識別符(未圖示)。在訪問存根化的數據時，將所讀出的數據，保存在自據點的NAS的緩存區域51中。將成為緩存的指針31的識別符，表化保存在NAS交換機(中間裝置)的存儲部中。例如在圖4的存根文件ID表的存根管理表中，可以保存緩存在緩存區域51中的實文件的位置信息。另外，NAS5的服務區域52，是保存文件數據的存儲區域。下次，在訪問被緩存的存根文件時，在存根文件中所包含的緩存指針的識別符，被作為表存儲在NAS交換機3中的情況下，為緩存命中，進行向NAS交換機(中間裝置)下屬的本地(自據點的)NAS的數據訪問。另外，打開與鎖定(LOCK)，在存根文件側與實文件側均執行。圖27為說明本實施例中的WRITE緩存的動作的順序圖。參照圖27，對本實施例的WRITE緩存動作進行說明。客戶端將OPEN請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，對下屬(自據點)的NAS的相應文件是否是存根文件進行檢查，在是存根文件的情況下，讀出該文件，通過對文件開頭的幻數等進行檢查，確認是否是存根文件。在確認是存根文件的情況下，在該存根文件中所包含的緩存指針的識別符，被保存在NAS交換機的存儲部(圖26的31)中的情況下(緩存命中時)時，根據所緩存的存根文件的內容，對他據點的實文件進行OPEN處理。他據點的NAS交換機，鎖定該實文件(LOCK)，將OPEN請求的應答發送給自據點的NAS交換機。由于OPEN處理成功，且屬性沒有變更，因此自據點的NAS交換機，將OPEN請求的應答回發給客戶端。另外在屬性中存在差異的情況下，將存根文件從緩存中清除(cashout)。客戶端，接收來自自據點的NAS交換機的OPEN請求的應答(OPENResp)，將WRITE請求發送給自據點的NAS交換機。自據點的NAS交換機，往緩存在緩存區域51中的實文件實施寫入，另外，對緩存在NAS交換機中的存根文件實施變更(文件大小等的屬性變更)。之后，將WRITE請求的應答(WRITEResp)返回給客戶端。客戶端將CLOSE請求發送給自據點的NAS交換機之后，自據點的NAS交換機，對緩存在自據點的NAS的緩存區域51中的實文件實施CLOSE處理，將其應答(CLOSEResp)返回給客戶端。之后，自據點的NAS交換機，向他據點的NAS交換機實施WRITE請求，他據點的NAS交換機，通過接收該WRITE請求，并進行向下屬的NAS的實文件的寫入，來保持數據的匹配性(緩存在某個據點的數據與其他據點的實文件的數據)。他據點的NAS交換機，將WRITE處理的應答，發送給自據點的NAS交換機。自據點的NAS交換機，向他據點NAS交換機發送CLOSE請求，他據點NAS交換機，對實文件實施UNLOCK。圖28為說明READ緩存的動作的順序圖。參照圖28，對本實施例的READ緩存動作進行說明。客戶端將OPEN請求發送給自據點的NAS交換機，NAS交換機對下屬(自據點)的NAS的相應文件是否是存根文件進行檢查，在是存根文件的情況下，讀出該文件，通過對開頭的幻數等進行檢查，確認是否是存根文件。在確認是存根文件，且存根文件中所包含的緩存指針的識別符，保存在NAS交換機的表中的情況下(緩存命中)時，根據被緩存的存根文件的內容，對他據點的實文件進行OPEN處理。他據點的NAS交換機，鎖定(LOCK)該實文件，將OPEN請求的應答發送給自據點的NAS交換機。由于OPEN處理成功，且屬性沒有變更，因此自據點的NAS交換機，將OPEN請求的應答(OPENResp)回發給客戶端。另外，在屬性中存在差異的情況下，將存根文件從緩存中清除。客戶端接收OPEN請求的應答(OPENResp)，將READ請求發送給自據點的NAS交換機。自據點的NAS交換機，根據所緩存的存根文件的內容，進行從自據點的NAS的緩存區域51(緩存有實文件數據)的讀出，將其應答(讀出數據)返回給客戶端。客戶端將CLOSE請求發送給自據點的NAS交換機，自據點的NAS交換機，進行自據點的NAS的實文件的CLOSE處理，將其應答(CLOSEResp)返回給客戶端。之后，自據點的NAS交換機，向他據點的NAS交換機發送CLOSE請求，他據點的NAS交換機，對下屬的NAS的實文件實施UNLOCK。這樣，在OPEN時，通過將存根文件所參照的其他據點的實文件緩存到自據點中，能夠實現訪問的高速化。另外，在某據點的NAS交換機的存儲部(圖26的31)中未存儲有緩存指針的識別符的情況下(未命中)，實施將其他據點的實文件轉發給某據點的緩存區域51的處理，將緩存指針的識別符設置在NAS交換機的存儲部(表)中，進行向上述的緩存的訪問處理。另外，雖然以上對將他據點的實文件，緩存在放置存根文件的自據點的緩存區域中的例子進行了說明，但本發明當然并不僅限于該結構。例如，可將他據點的實文件，緩存在接近放置存根文件的自據點的的據點中，或者如果有與在該他據點中放置存根文件來訪問的形態相比，通信費用、通信狀態、存儲器容量等條件更好的據點，可在該據點的緩存區域中緩存實文件。存根文件中，存儲指向所緩存的實文件以及去往他據點的實文件的訪問路徑的信息，根據存根文件可以進行對緩存區域的實文件的訪問，或對他據點的實文件的訪問。另外，將實文件緩存在緩存區域中的系統，并不僅限于圖26所示的由多個據點構成的系統，例如對具有客戶端、中間裝置、多個文件系統的系統等來說，當然也能夠應用。接下來，對本發明的再另一個實施例進行說明。作為文件的存根化/非存根化的觸發(trigger)，可以根據存儲器容量的閾值、限額(Quota)的設定值、以及訪問頻度等的訪問前后關系的分析結果來使用指示等。下面，對使用Quota的閾值的例子進行說明。文件服務器中，一般安裝有以用戶、組、目錄作為管理單位，對裝置中附帶的存儲器資源的使用量(使用量的分配稱作“Quota”)進行限制的Quota系統，能夠由管理者進行控制，讓超出了預先設定的存儲器使用限制量的數據寫入不能夠進行。用戶管理型Quota，例如根據用戶識別符(UNIX(注冊商標)的UID)進行管理，Quota對用戶所具有的文件或區塊數進行設定。另外，組管理型Quota，根據組識別符(UNIX(注冊商標)的GID)進行管理，Quota對組所具有的文件或區塊數進行設定。還有，目錄管理型Quota，對目錄下的文件或區塊數進行設定。另外，眾所周知，Quota中包括硬Quota(硬限制如果超出限制，進行寫入則會出錯)與軟Quota(軟限制若為一定的寬限期間，超出仍可寫入。一旦超出該限制，便會向管理者或用戶發出警告)。用戶管理的Quota結構體(記錄)，例如對應于用戶識別符進行設定，包括區塊的硬限制與軟限制、用戶當前被分配的區塊與文件數、在被作為硬限制取締之前軟限制剩余的對用戶的警告次數等信息。Quota管理功能，例如對限制存儲器使用量的對象、及該限制量進行設定的功能；取得與設定的對象的存儲器使用量(以設定的限制量為上限的使用率)相關的信息的功能等。Quota的設定管理，可以使用現有的NAS或文件服務器中所具有的管理界面。雖然沒有特別限制，但以下的實施例中，文件系統中的存根化的決定、存根化的實施控制，根據各個文件系統的最新的存儲器使用量的取得、各個文件系統(文件服務器)中的Quota設定值的存儲管理、存儲器使用量與Quota設定值之間的關系，由與文件服務器通信連接的NAS交換機(中間裝置)進行。圖29為說明本發明的一個實施例的圖。在NAS交換機的Quarter設定值為100GB、硬限制為100GB、軟限制為100GB、文件系統A為首要、文件系統B為次要的系統結構中，對各個文件系統的Quota的設定是固定的(硬限制＝軟限制)。雖然沒有特別限制，但NAS交換機，定期取得下屬文件系統A、文件系統B的限額管理信息，在首要文件系統A的使用量，達到其限額設定值的70～90％以上的情況下，將一定容量存根化。如圖29(A)所示，文件系統A的Quota設定值，被設為30GB+α(其中，α為游量)，文件系統B的Quota設定值，被設為70GB+α。第一次的調查結果顯示，文件系統A的使用量為15GB。另外，在NAS交換機等中間裝置(例如圖2的3)中，文件服務器中的存儲器使用量的監視，可以通過從中間裝置對文件服務器定期進行的詢問等來實施，從而取得存儲器使用量，另外也可構成為，通過從文件服務器側去往中間裝置的中斷等，來通知存儲器使用量。如圖29(B)所示，在第二次存儲器使用量調查的結果顯示，文件系統A的使用量(25GB)達到Quota設定值(30GB+α；α為游量)的80％以上的情況下，將文件系統A的10GB存根化。存根化例如用參照圖13等說明的順序進行。其結果如圖29(C)所示，在將10GB存根化之后，文件系統A的使用量為15GB，文件系統B中存儲有實文件，使用量變為10GB。另外，本實施例中，根據文件系統的Quota設定值與存儲器使用量的監視結果，在NAS交換機(中間裝置)側自動實施文件的存根化決定(存根化的候補的選擇等)、以及存根化執行(從首要文件系統A向次要文件系統B的數據遷移)的控制。即，本實施例中，由存根化實現的實文件向次要文件系統的移動等的數據遷移(datamigration)，經NAS交換機(中間裝置)向客戶端隱藏。另外，關于數據遷移的隱藏技術的詳細內容，例如可以參照專利文獻1等。另外，本實施例中，優選NAS交換機(中間裝置)，提供使多個文件系統在客戶端看來好像是一個文件系統的文件服務。關于向客戶端提供將多個文件系統作為1個偽文件系統(由目錄樹實現的管理)的文件訪問服務的功能的實現，例如參照專利文獻1等的記錄。基于上述存儲器使用量的存根化的控制，當然也能夠適用于參照圖21所說明的多個據點的相互參照模型。這種情況下，在存根化中，可以根據訪問前后文信息，在訪問較多的據點設置實文件，在其他的據點中，設置存根文件。在這多個據點的構成中，也向客戶端隱藏由存根化完成的數據遷移。以上，雖然根據上述實施例對本發明進行了說明，但本發明當然并不僅限于上述實施例的構成，還包括在本發明的范圍內，本領域技術人員所能夠得到的各種變形、修正。權利要求1.一種控制器，其特征在于，具備判斷機構，其在從客戶端發出了對文件服務器的文件的訪問請求時，接收對上述文件的訪問請求，判斷上述文件，是否是記錄有從上述文件服務器移動到其他文件服務器的實文件的位置信息、且保存在上述文件服務器中的存根文件；以及，控制機構，其在是存根文件的情況下，在上述訪問請求，需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述其他文件服務器的實文件并向上述客戶端返回應答。2.如權利要求1所述的控制器，其特征在于具有存儲管理機構，其對包含上述文件服務器中保存的上述存根文件、與上述其他文件服務器中保存的上述實文件之間的對應關系的信息進行存儲管理，在上述訪問請求能夠由上述控制器所保持的上述信息來應對的情況下，不訪問上述實文件，從上述控制器，向上述客戶端返回對上述訪問請求的應答。3.如權利要求1所述的控制器，其特征在于上述控制器，包括在邏輯設置于至少1個客戶端與多個文件服務器之間的中間裝置中。4.一種存儲器管理系統，其特征在于，具有至少1個客戶端；具有1次存儲器的第1服務器；具有2次存儲器的第2服務器；以及，權利要求1的控制器，上述1次存儲器，具備記錄有從上述1次存儲器移動到上述2次存儲器的實文件的位置信息的存根文件；上述控制器，在從上述客戶端，發出了上述第1服務器的上述1次存儲器的文件訪問請求時，接收上述文件訪問請求，判斷訪問對象的文件是否是存根文件，在是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答，并且實施控制使得從上述客戶端看來上述存根文件是實體。5.一種存儲器管理方法，是包括至少1個客戶端、具有1次存儲器的第1服務器、具有2次存儲器的第2服務器以及控制裝置的系統的存儲器管理方法，其中在上述1次存儲器中，設置記錄有從上述1次存儲器移動到上述2次存儲器的實文件的位置信息的存根文件；并包括上述控制裝置，在從上述客戶端，發出了上述第1服務器的上述1次存儲器的文件訪問請求時，接收上述文件訪問請求，并判斷訪問對象的文件是否是存根文件的步驟；以及，上述控制裝置，在上述判斷的結果顯示是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答的步驟，并且使得從上述客戶端看起來上述存根文件就像是實體。6.一種程序，使構成在從客戶端發出對文件服務器的文件的訪問請求時接收對上述文件的訪問請求的控制裝置的計算機執行判斷處理，對上述文件是否是記錄有從上述文件服務器移動到其他文件服務器的實文件的位置信息、且保存在上述文件服務器中的存根文件進行判斷；以及控制處理，在是存根文件、并且上述訪問請求需要對實文件的訪問的情況下，根據上述存根文件的信息實施控制，訪問上述2次存儲器的實文件并向上述客戶端返回應答。7.如權利要求1所述的控制器，其特征在于上述存根文件，包括1個或多個實文件的位置信息。8.一種控制器，其特征在于，具有判斷機構，其在來自客戶端的文件的訪問請求被發出時，接收對上述文件的訪問請求，并判斷上述文件是否是記錄有1個文件系統內或與上述1個文件系統不同的其他文件系統內的至少1個文件的位置信息的存根文件；以及，控制機構，其在是存根文件、并且上述訪問請求需要對信息被存儲在上述存根文件中的文件進行訪問的情況下，根據上述存根文件中所保存的信息實施控制，訪問上述1個文件系統或其他文件系統的文件并向上述客戶端返回應答。9.如權利要求1所述的控制器，其特征在于上述存根文件內，存儲有多個分割文件的位置信息，能夠通過對應于1個文件的上述存根文件，擴大上述1個文件的最大文件大小。10.一種存儲器管理系統，其特征在于在設置在存儲器裝置中的存根文件內，存儲有多個分割文件的路徑名，能夠通過對應于1個文件的上述存根文件，擴大上述1個文件的最大文件大小。11.如權利要求10所述的存儲器管理系統，其特征在于上述多個分割文件，具有至少1對具備重疊的區域的分割文件。12.如權利要求10所述的存儲器管理系統，其特征在于上述重疊的區域，被設定為與讀/寫的數據量的最大大小相對應的值。13.一種存儲器管理系統，其特征在于具有多個據點，所述據點具備至少1個客戶端；分別具有存儲器的1個或多個服務器；以及，設置在上述客戶端與上述服務器之間的中間裝置，上述多個據點間的上述中間裝置與網絡連接，上述中間裝置，向上述客戶端提供自據點以及他據點的服務器的文件訪問服務，存根文件與對應于該存根文件的實文件，設置在1個據點內或分散設置多個據點內，分散設置在多個據點中的存根文件與實文件，能夠經多個據點的上述中間裝置，相互自由參照。14.如權利要求13所述的存儲器管理系統，其特征在于在上述實文件存在于他據點中、對應于上述實文件的存根文件存在于自據點中的情況下，根據上述自據點的存根文件內的實文件信息，訪問他據點的實文件。15.如權利要求13所述的存儲器管理系統，其特征在于在上述實文件存在于自據點中、對應于上述實文件的存根文件存在于他據點中的情況下，通過上述實文件的更新改變了上述實文件的屬性時，對上述他據點的存根文件進行更新。16.如權利要求13所述的存儲器管理系統，其特征在于上述多個據點中的至少1個據點，具有緩存他據點的實文件的緩存區域，在上述存根文件中記錄有緩存信息，在與來自上述客戶端的訪問請求相對應的存根文件的緩存信息有效的情況下，使用上述1個據點的上述緩存區域的實文件，對來自上述客戶端的訪問請求進行處理。17.如權利要求4所述的存儲器管理系統，其特征在于具有存根化機構，其對上述第1服務器的存儲器使用量進行監視，在上述存儲器使用量達到預先設定的閾值的情況下，進行存根化。18.如權利要求13所述的存儲器管理系統，其特征在于具有存根化機構，其對上述服務器的存儲器使用量進行監視，在上述存儲器使用量達到預先設定的閾值的情況下，進行存根化。19.如權利要求13所述的存儲器管理系統，其特征在于根據訪問前后文信息，在訪問相對較多的據點中放置實文件，在其他據點中放置與上述實文件相對應的存根文件。20.如權利要求18所述的存儲器管理系統，其特征在于在設定有限額限制的情況下，設定比上述限額限制小的閾值，在達到上述閾值的情況下，控制為通過進行存根化使其不會達到限額限制。全文摘要本發明提供一種能夠簡化導入，且能夠對客戶端完全隱藏向二次存儲器的移動的存儲器管理系統，具備至少1個客戶端；具有1次存儲器的第1服務器；具有2次存儲器的第2服務器；以及，邏輯設置在客戶端與第1、2服務器之間的中間裝置(控制器)。1次存儲器中，具備記錄有從1次存儲器移動到2次存儲器的實文件的位置信息的存根文件。在從客戶端，發出了第1服務器的1次存儲器的文件訪問請求時，中間裝置，接收文件訪問請求，在訪問對象的文件是存根文件，并且該訪問請求，需要對實文件進行訪問的情況下，使用存根文件的信息，訪問2次存儲器的實文件，向上述客戶端返回作為訪問結果的應答，并控制為從客戶端看起來存根文件好像是實體。文檔編號G06F17/30GK1773510SQ200510125409公開日2006年5月17日申請日期2005年11月14日優先權日2004年11月12日發明者鳥居隆史,山川聰,梶木善裕申請人:日本電氣株式會社