BG63096B1

BG63096B1 - Метод и компютърна система за достъп до информация

Info

Publication number: BG63096B1
Application number: BG101622A
Authority: BG
Inventors: Peter Malcolm
Original assignee: Cheyenne Advanced Technology Limited
Priority date: 1994-12-15
Filing date: 1997-06-16
Publication date: 2001-03-30
Also published as: CN1118035C; NO972784D0; BR9510506A; PL321160A1; JPH10510642A; AU3988995A; MX9704419A; CZ294346B6; HU221081B1; US5617566A; NO972784L; GR3033775T3; IS4507A; FI972544A0; ATE192249T1; KR980700613A; CZ9701859A3; PL182609B1; EP0797805B1; DE69516538T2

Abstract

В системата за йерархично управление на съхраняването файловете автоматично се архивират, когато заопределен период от време не е осъществяван достъп до тях. При огромни файлове с бази данни те не могат да бъдат архивирани, дори ако малък брой от записите в тях е бил използван. В системата се поддържа спомагателна база данни, показваща до кои блокове с данни е бил осъществяван достъп и на кои дати. Блоковете, до които не е бил осъществяван достъп, могат да бъдат архивирани и изтрити от файла на диска, за да се намали необходимостта от памет.

Description

(54) МЕТОД И КОМПЮТЪРНА СИСТЕМА ЗА ДОСТЪП ДО ИНФОРМАЦИЯ

Област на техника

Изобретението се отнася до йеирархично управление на съхраняването на компютърни файлове от данни.

Предшестващо състояние на техниката

Обемът на данните, които се съхраняват върху запомнящите устройства с твърди дискове на персоналния компютър, действащи като основни запомнящи устройства, се увеличи рязко през последното десетилетие. Това важи особено за мрежовите файлови сървъри, където подсистемите, изградени от запомнящи устройства с твърди дискове с капацитет 1 GB (гигабайт) или повече, съдържащи хиляди файлове, са нещо обичайно.

Известен период от време не е осъществяван достъп до много от файловете в мрежовия файлов сървър. Това може да се дължи на редица причини: файлът може да е стара версия, да е архивно копие, или може да е съхранен в случай, че евентуално потрябва някой ден. Фактически, един файл може да бъде напълно излишен. Само притежателят на файла, обаче, може да каже дали е така и следователно, файлът се пази с цел да бъде архивиран или за сигурност. Компютърната практика показва, че несъмнено, файловете трябва да се съхраняват неопределено време. Естествена последица от това е запълването на твърдия диск със стари файлове. На практика това се случва при всяка основаваща се на микропроцесор персонална компютърна система - от най-малката до най-голямата.

Йерархичното управление на съхраняването е добре позната техника за решаването на този проблем. Повечето операционни системи поддържат запис за последната дата и час, когато е коригиран файлът (т.е., записан върху носителя). Повечето от тях освен това поддържат запис и за датата и часа, когато за последен път е осъществен достъп до файла (с други думи казано, прочетен от носителя) .Системата за йерархично управление на съхраняването периодично сканира списъка от файлове върху твърдия диск, проверявайки последните дата или час, когато е осъществен достъп. Ако файлът не е използван предварително за даден период от време (най-често от I до 6 месеца), следва архивиране на файла, след което архивираното копие се прехвърля върху вторичен носител, например магнитна лента, и се изтрива от твърдия диск. [ЕР 0426189].

Йерархичното управление на съхраняването обикновено е неразделно свързано с архивиране. Нека разгледаме случая на архивираща система с магнитна лента, управлявана със средствата на йерархичното управление на съхраняването, в която е зададен период на покой три месеца. Процесът на архивиране се стартира периодично (обикновено поне веднъж седмично) и се отбелязва, че последната дата на достъп до определен файл е била преди повече от три месеца. Да предположим, че архивиращата система осигурява, така да се каже, три архивирани копия на файла върху отделни ленти (или изчаква следващия случай, когато копията ще станат три) и след това изтрива файла. Ако се наложи файлът да бъде използван отново, потребителят просто го възстановява от една от трите резервни ленти. Системата за архивиране трябва да гарантира, лентите, които съдържат архивните копия на файла, да не бъдат презаписани. Този метод обезпечава трайно решение на проблема, тъй като лентите могат да се отстраняват, да се сменят лесно и не са скъпи.

След като файлът веднъж бъде изтрит от дадена система на йерархично управление на съхраняването, той повече не може да бъде открит върху оригиналния диск. Това може да се окаже недостатък, ако потребителят или съответният програмен продукт по-късно реши да получи достъп до необходимия файл, тъй като при търсенето върху диска от файла няма да бъде открита никаква следа. Тогава потребителят или програмният продукт няма как да научат, че файлът би могъл да бъде възстановен от архива и програмният продукт следователно може да генерира от някаква объркваща информация до фатална грешка.

Най-добре ще бъде, ако вместо да бъде прехвърлен, без да остави следа, файлът продължи да бъзе изброяван в съответната директория на диска (за предпочитане с някакво средство, което да показва, че файлът е преместен в архив или върху вторичен носител), но без той реално да съществува и да заема дисково пространство. Всъщност това средство е осигурено в много от системите на йерархично управление на съхраняването и е познато като прехвърляне на данни от основното запомнящо устройство на вторичното такова. Системите с йерархично управление на съхраняването обикновено оставят информация за файла в директорията или заменят данните от файла с малък “откъс”, съдържащ идентификация на мястото, където пренесеният файл може да бъде открит, или изтрива напълно данните, оставяйки файл с нулева дължина [US 5426782].

Допълнително подобрение на системите с йерархично управление на съхраняването, познато като обратно прехвърляне на данните, кара системите с йерархично управление на съхраняването автоматично да възстановят прехвърляния файл върху оригиналния диск, в случай че потребителят или програмният продукт се опитват да получат достъп до него. Очевидно, това е възможно само, ако вторичната записваща среда, съдържаща прехвърления файл, е непрекъснато включена към системата. Там, където прехвърлените данни са записани на такова устройство с непрекъсната връзка, например “juke-box” с оптичен диск, опитът да се осъществи достъп до файла дори може временно да бъде преустановен до възстановяването на файла върху основния диск. След това осъществяването на достъпа до файла може да продължи така, както ако файлът не е бил прехвърлян никога върху вторично устройство.

Описаните техники на йерархично управление на съхраняването са ефективни, когато се прилагат върху голям брой от относително малки по размер файлове, използвани понякога само от един потребител. Нека разгледаме, обаче система от база данни, в която повече потребители имат достъп до един единствен, голям файл с база данни, съдържащи записи с имена и адреси на клиенти или подобни данни с исторически характер. Тъй като постоянно се добавят записи за нови клиенти и се коригират записите за наличните, файлът не може да бъде определен като файл, който да бъде прехвърлен върху вторичен носител, понеже трябва да бъде винаги на разположение. Въпреки това, подобен файл, обикновено, съдържа множество записи за стари, недействащи клиенти, чиито данни трябва да бъдат съхранени за евентуална бъдеща справка, но чийто записи от друга страна могат да останат неактивирани значителен период от време. Дисковото пространство, заемано от подобни неактивни записи, може често да представлява основната част от пространството, заемано от целия файл.

Вече е познато съществуването на файл с пряк достъп, в който могат да бъдат записани, или от който могат да бъдат прочетени малки количества от данни директно от която и да е част от файла. Когато бъде създаден нов файл с пряк достъп, файлът има нулева дължина, до момента, в който в него бъдат записани някакви данни. Тъй като файлът е с пряк достъп, не е задължително първата част от данните да бъде записана на позиция с отместване 0 (с други думи, в началото на файла), тя може да бъде записана на която и да е позиция. Например, 10 байта данни трябва да бъдат записани от позиция с отместване 1000 нататък. Тогава файлът ще има логическа дължина от 1010 байта само, ако в действителност бъдат записани десет байта. Някои от операционните системи се справят с тази ситуация като автоматично “запълват” “липсващите” 1000 байта с нулеви или случайно подбрани символи, като по този начин те вече заемат 1010 байта, дори фактически да се записват само 10 байта.

Съвременните операционни системи, като тези, използвани в мрежовия файлов сървър, поддържат концепцията за разпръснати файлове, при които се заема дисково пространство само за тези области от файла, в които са записани реално данни. Обикновено, това се постига чрез разширяване на таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство (таблица с описание по какъв начин са записани файловете на диска), така че всяко вписване, показващо следващата област, в която ще бъдат записани данните за отделния файл, е съпроводено с величина, показваща логическото отместване, от което нататък започват данните. По този начин в горния пример, първият запис ще указва, че данните започват от позиция X на диска и първият байт във файла се намира на разстояние с логическо отместване 1000 (в “нормалния” файл логическото отместване ще е 0).Областите с разпръснати файлове, в които никога няма да бъдат записани данни, са известни като дупки.

Техническа същност на изобретението

Изобретението в неговите различни аспекти е дефинирано като е осигурена спомагателна база данни, която показва какви блокове от данни са били използвани и по кое време. Блоковете, които не са били използвани, могат да бъдат архивирани и изтрити от файла на диска с цел да се намали необходимостта от тяхното съхраняване. Изтриването може да бъде постигнато с коригиране на таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство по такъв начин, че файлът да бъде третиран като разпръснат файл.

Ако заявката за четене се отнася за част от файла, която е била архивирана или прехвърлена, тогава системата прехвърля обратно желаната част от файла преди да бъде удовлетворена тази заявка.

Въпреки това, записите, които са били използвани в последно време, все още ще се намират върху твърдия диск и по всяко време може да бъде получен достъп до тях. По този начин записите, които се използват често, ще бъдат лесно достъпни, без да е необходимо да се запазва целият файл върху твърдия диск.

В действителност методът може да бъде разширен чрез увеличаването на периода на покой до времето на живот на спомагателната база данни. В случай, че се използва само малък брой от записите във файла, съдържащ огромна база данни, всичките използвани записи задължително трябва да се съхраняват върху твърдия диск, като се отчита датата на последния осъществен достъп. Неизползваните записи, обаче, могат да бъдат изтрити с цел да се освободи дисково пространство. В този случай не е необходимо спомагателната база да съдържа датата или датата и времето, когато е осъществен последният достъп. На големи периоди от време, като например всеки месец, всичките области, до които е осъществен достъп, могат да бъдат прехвърляни и съответно да бъде изчиствана спомагателната база данни.

Методът може да бъде използван съвместно с метода за частично съхраняване на файл от споменатата по-горе заявка. Тогава от спомагателната база данни се изисква допълнително да регистрира дали осъществените достъпи до файла са достъпи за запис, като в случая данните може да са били модифицирани или са били достъпи само с цел четене. Методът на създаване на частично резервно копие на файла от споменатата по-горе заявка не прави нищо за освобождаване на пространство върху твърдия диск дотолкова, доколкото оставя достъпни тези записи, които вероятно ще бъдат използвани отново.

Описание на приложените фигури

Изобретението ще бъде описано поподробно чрез пример, с позоваване на наличните таблици и фигури, от които:

фигура 1 представлява блокова схема на персонален компютърна система с устройство с лентов носител;

фигура 2 - схема, илюстрираща осъществените достъпи до файла;

фигура 3 - блокова схема, показваща нагледно операциите на осъществяване на достъп на файла в съответствие с изобретението;

фигура 4 - схема, подобна на фигура 2, показваща частите от файла, които е необходимо да бъдат съхранени върху твърдия диск;

фигура 5 - блокова схема илюстрираща процеса на архивиране в съответствие с изобретението така, както се изпълнява от системата на йерархично управление на съхраняването;

фигура 6 - блокова схема, описваща процеса на четене от файл, който е частично архивиран.

фигура 7 - е схема, илюстрирана част от разпределението (формата) паметта на ниво операционна система на универсален персонален компютър;

фигура 8 - е схема, илюстрираща съответстващата част от разпределението (формат) паметта в метода на изобретението.

Пример за изпълнение на изобретението

Подробно описание на предпочитаното изпълнение

Фигура 1 от схемите показва персонален компютър 10, съдържащ в себе си централен процесорен модул 12, оперативна памет 14 и основно запомнящо устройство под формата на запомнящо устройство на твърд магнитен диск (хард диск) 16. Освен това, персоналният компютър е снабден и със запомнящо устройство с лентов носител 18, осигуряващ вторична памет, което се използва както за създаване на резервни копия, така и за целите на процесите на архивиране.

На практика оперативната памет 14 съхранява в себе си инструкциите, предназначени за централния процесорен модул за управление на неговата работа. Някои от тези инструкции се получават директно от операционната система, а други се генерират от стартираните на компютъра програмни продукти.

Основно, операционните системи поддържат таблица за разпределение на файловете в дисковото пространство, в която се записва физическото разположение на всеки блок от данни върху твърдия диск. Освен това, в зависимост от всеки отделен файл операционната система записва архивен флаг, който се установява, когато файлът бъде модифициран и може да бъде изчистен, когато файлът бъде архивиран. Съществуващите системи за архивиране използват архивния флаг, за да определят дали файла е бил модифициран и поради това дали е необходимо той да бъде архивиран.

Системата за йерархично управление на съхраняването може да бъде използвана като система, която автоматично архивира върху лентов носител всеки файл, до който не е осъществяван достъп в определен период от време.

В предпочитаното изпълнение на изобретението се поддържа спомагателна база данни, която за всеки един от файловете показва до кои от блоковете с данни е бил осъществяван достъп и на кои дати, така че системата за йерархично управление на съхраняването може периодично да архивира или прехвърля върху вторичното запомнящо устройство тези блокове, до които не е осъществяван достъп. След това тези блокове могат да бъдат изтрити и, следователно да бъде намалена необходимостта от памет.

Ако разгледаме файл с първоначална дължина 125 байта, съдържащ в себе си пет записа, всеки от които е с дължина 25 байта, записан на 1 януари 1995 год., от който момент нататък спомагателната база данни се отваря за обслужване на заявките за достъп до всеки съществуващ запис или за добавяне на нов запис във файла. Заявките за известен период, например от 1 януари до 10 април 1995, са както следва:

- януари 1995 г - добавен е нов запис, разположен с отместване 125 и с дължина 25 байта.

февруари 1995 г.- осъществен е достъп (четене) до стар запис, разположен с отместване 25 и с дължина 25 байта.

февруари 1995 г - осъществен е достъп (четене) до стар запис, разположен с отместване 75 и с дължина 25 байта.

април 1995 г. - добавен е нов запис, разположен с отместване 150 байта и с дължина 25 байта.

Когато се получава заявка, датата, местоположението на записа във файла, както и дължината на записа се отбелязват в спомагателната база данни по следния начин:

Таблица 1

Пореден ден	Отместване	Дължина
34720	125	25
34733	25	25
34745	75	25
34792	150	25

Разбира се, трябва да може да се идентифицира желаният конкретен файл. Допуска се, че за всеки отделен файл е осигурена съответна спомагателна база данни. На практика може да бъде предпочетено да се осигури съответна спомагателна база данни за всяка поддиректория, като в този случай също ще е необходимо файлът да може да бъде идентифициран вътре в базата данни. Това обаче намалява броя на спомагателните бази данни и съответно броя на създадените допълнително файлове. По принцип, би могло да се създаде една единствена спомагателна база данни за целия диск.

До всички полета от файла, които не са включени в спомагателната база данни, показани в таблица 1, изобщо не е бил осъществен достъп. Поредният ден се представя с един брояч, отразяващ дните, които са изминали, считано от произволно избраната начална дата, в този случай 1 януари 1995 г. В прецизните системи могат да бъдат включени и датата и часа (дата/час).

Фигура 2 показва схематично файла, като защрихованите полета представят данните във файла, които са били прочетени или записани, а празните полета - данните, до които не е осъществяван достъп.

Етапите за осъществяването на достъп са показани на фигура 3. Етап 20 показва, че се изисква осъществяването на достъп. Това може да бъде или достъп за четене, или достъп за запис. Първо се идентифицира файлът, етап 22, а след това се извършва определянето на отместването и дължината, етап 24. В етап 26 тези данни се запомнят в спомагателната база данни заедно с датата, на която е осъществен достъпът, както е показано в таблица 1. За предпочитане етап 26 включва установяваща операция, която гарантира, че спомагателната база данни не съдържа в себе си излишна информация. Например, последователно осъществените достъпи могат да се дублират или съвпадат с предшестващи достъпи. След като тези етапи бъдат завършени, се реализира първоначално желаният достъп до файла - етап 28, с което подпрограмата е завършена - етап 30.

Тези етапи се изпълняват при всяко осъществяване на достъп, следователно на 10 април 1995 г. файлът е с дължина 175 байта и съдържа седем записа, докато спомагателната база данни изглежда, както е показано в таблица 1. По време на контролирания период (седемдесет и девет дни) записите, до които не е осъществяван достъп естествено са за архивиране. Да предположим обаче, че е решено всичките записи, до които не е осъществяван достъп последните шестдесет дни да бъдат архивирани. Записите се сортират при първоначалното допускане, че целият файл ще бъде прехвърлен на вторичното запомнящо устройство, и след това се проверява спомагателната база данни за всички съществуващи записи с пореден номер на деня поне 34739 или по-голям (34739 е шестдесетият ден преди 10 април 1995 г, който всъщност е 34799-тият ден). Записите с номер на поредния ден, които отговарят на този критерий, се идентифицират и съответно се маркират тези части от файла, които ги съдържат, така че те не подлежат на прехвърляне върху вторичния носител. По такъв начин всичките части от файла, оставени немаркирани, се определят за прехвърляне.

От четирите записа, до които е осъществен достъп между 1 януари и 10 април

1995 г., единствено последните два, използвани съответно на 15 февруари и 3 април, имат поредни номера на деня най-малко 34739. Следователно, ще бъдат запазени само тези два най-скоро използвани записа, а остатъкът от файла - тези части, определени като байтове от 0 до 74 и байтове от 100 до 149 - се оставят за прехвърляне. Това е показано схематично на фигура 4, на която записите, които трябва да бъдат запазени, са защриховани, а записите, които трябва да бъдат прехвърлени върху вторичния носител, са без защриховка. Полетата с данни във файла, определен за прехвърляне, вече могат да бъдат записани върху носителя на вторичното запомнящо устройство, като се използват стандартните подпрограми на йерархичното управление на съхраняването. Подробностите, свързани с определянето на местоположението и дължината на всеки запис, се обслужват от системата за йерархично управление на съхраняването, за да бъде улеснено следващото им възстановяване при необходимост. Освен това, спомагателната база данни може да бъде коригирана, за да бъдат премахнати всякакви следи от записи, които имат пореден номер на деня по-малък от 34739, като с това се предотвратява неконтролираното нарастване на размера на спомагателната база данни.

За да се извлече полза от прехвърлянето на неизползваните записи във вторичното запомнящо устройство, е необходимо да се освободи пространството, заето от същите тези записи върху диска. В действителност това се постига чрез преобразуването на файла в разпръснат файл. С други думи записите, които са прехвърлени върху вторичния носител, се заместват с празни дупки. По този начин се възстановява дисковото пространство, заемано преди от излишни записи, тъй като дупките не заемат дисковото пространство. Допускайки, че записът с най-голямата стойност на отместване не е архивиран, при тази операция логическата дължина на файла остава непроменена, но се намалява броят на байтовете на действителните данни, като по този начин се освобождава място за нови файлови данни.

Разпръснатият файл може да бъде създаден по следния начин. Допускаме, че системата има таблица за разпределение на файловете в дисковото пространство, в която дисковото пространство е разпределено по подходящ начин в блокове от по 25 байта. Следователно, за файл, подобен на този от 10 април 1995 г, ще бъдат необходими седем блока по 175 байта. Файлът може да бъде разположен по следния начин:

Таблица 2

Регистрация	Следваща блокова връзка	Логическо отместване
Директория	1	0
1	2	25
2	3	50
3	4	75
4	5	100
5	6	125
6	7	150
7	-1	-1

Обърнете внимание, че първата регистрация е запомнена в структурата на директорията. Всеки един от блоковете на диска е с регистрация в таблицата, показваща, блока, където ще бъде намерена следващата част от файла. Например, вторият блок има регистрация, свързваща го с блок 3, където ще бъде намерена тази част от файла, която е с отместване 50. Единствено седмият запис има регистрация с отрицателна стойност (-1), показваща, че това е последният блок, съдържащ данни от файла. В този пример, файлът е записан в удобен вид последователно в блокове от 1 до 7, но на практика блоковете могат да бъдат разположени и в случаен ред с празнини между тях.

Таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство трябва да бъде коригирана така, че да бъде освободено мястото, използвано от вече прехвърлените върху вторичния носител записи, с други думи трябва да бъдат изтрити байтовете от 0 до 74 и байтовете от 100 до 149. Първата област е заета от блоковете 1,2 и 3, а втората - от блоковете 5 и 6. Когато бъдат изтрити данните от тези блокове, оставащите регистрации, които се отнасят до файла, се коригират така, че се запазва последователността от регистрации. Следователно модифицираната таблица за разпределение на файловете в дисковото пространство, евентуално, ще бъде следната:

Таблица 3.

Регистрация	Следваща блокова връзка	Логическо отместване
Директория	4	75
1	0	0
2	0	0
3	0	0
4	7	150
5	0	0
6	0	0
7	-1	-1

Блоковете 1,2,3,4,5 и 6 поотделно имат нулева регистрация (0), показваща, че в тях вече няма налични данни. От модифицираната таблица за разпределение на файловете в дисковото пространство операционната система веднага може да определи, че първият зает блок от файла е блок 4, който съдържа данни, започващи от логическо отместване 75 и че следващият (и последен) блок от данни на файла са запомнени в блок 7, и съдържа данни, започващи от логическо отместване 150. Необходимо е да се отбележи, че някои операционни системи не запомнят логическото отместване на първия разположен блок, който при тези системи не може да бъде освободен.

Точният начин, при който се осъществява изтриване, не е от значение. Това което има значение е, че пространството, заето от прехвърлените върху вторичния носител блокове остава достъпно върху твърдия диск, което ще рече, че е свободно за бъдещо използване.

В посочения пример, за повече яснота при обяснението, е прието размерът на блока и заявките за четене/запис да бъде 25 байта и че всичките подадени заявки са изцяло в рамките на блока. На практика, заеманият от блока размер обикновено е кратен на 512 байта, а разположението и дължината на заявките за четене/запис могат да варират в големи граници. Тъй като само цели блокове могат да бъдат освободени (изтрити), системата трябва да бъде осигурена така, че само полета с данни, представляващи цели блокове, се прехвърлят върху вторичния носител и след това се освобождават. Тъй като обикновено големите файлове заемат хиляди блокове, това намаление на ефективността е от изключителна важност.

Горните етапи са илюстрирани в блоковата схема на фигура 5. Етап 40 показва началото на операцията архивиране. Първо се идентифицира търсеният файл - етап 42. След това се разглежда спомагателната база данни, за да се разграничат тези блокове, до които е осъществяван достъп от определена дата нататък, от тези, до които не е. В етап 46 тези файлове, до които не е осъществяван достъп от определената дата нататък, са вече идентифицирани. Може би те като блокове, до които не е осъществяван достъп, вече са били архивирани, като част от нормалната повтаряща се операция на архивиране. Обикновено те ще бъдат архивирани повече от един път. Следователно, не е необходимо те да бъдат прехвърляни върху вторичния носител или архивирани отново. Всъщност е необходимо да бъдат прехвърляни на вторичния запаметяващ носител тези блокове, които нямат достатъчен брой архивни копия. Това може да се идентифицира чрез маркирането им. Дали блоковете, които трябва да бъдат прехвърлени и са маркирани или тези, които не са маркирани и са празни, могат да останат достатъчно дълго време разграничими. И така в решаващия етап - етап 48, се установява дали е наличие достатъчен брой (например три) архивни копия. В противен случай, след това в етап 50 маркираните блокове се архивират или прехвърлят върху вторичния носител. В етап 52 пространството, заето от блокове, до които не е осъществяван достъп, се освобождава чрез коригирането на таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство, при което файлът става разпръснат файл. Ако файлът е вече разпръснат, допълнително се прибавят дупки. С това подпрограмата е завършена (етап 54).

Последната проверка се състои в подаването на последователни заявки за четене от файла, за да се определи дали заявката се опитва да чете вече прехвърлени данни. Ако не са взети мерки да бъдат преустановени заявките за четене, операционната система в случай, че прави опит да прочете дупка от разпръснат файл, може в отговор да върне празни данни или съобщение за грешка. Ако е изключена заявката за четене на вече прехвърлени върху вторичния носител данни, подходящи сигнали могат да предизвикат автоматично обратно прехвърляне на поисканата информация върху основния носител. Ако отделните заявки за четене са малки, времето, използвано за обратното прехвърляне на данни, е относително кратко в сравнение с времето за обратното прехвърляне на целия файл, тъй като се възстановяват само необходимите в дадения момент данни.

Тази операция е показна на фигура 6. Етап 60 показва началото на заявката за четене от файла. Файлът се идентифицира етап 62, получава се началното отместване и дължината - етап 64, както е показано на фигура 3. Сега вече се пристъпва към решаващия етапа 66, в който се проверява таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство, за да се определи дали заявката за четене е заявка за четене от някои блок или блокове, които вече са прехвърлени по подпрограмата, описана на фигура 5. Ако отговорът на последния въпрос е “не”, се пристъпва към изпълнението на етапи 70, 72 и 74, които отговарят съответно на 26, 28 и 30 от фигура

3. Ако обаче отговарят на въпроса, зададен в Етап 66 е “да”, необходимите данни първо се прехвърлят обратно върху основния носител в етап 68, преди да се пристъпи към изпълнението на етапи 70, 72 и 74, както по-горе. Не е необходимо да се прехвърля обратно върху основния носител целият блок и в общи линии ще бъдат прехвърлени само отделни записи или по-точно само необходимите записи. Те могат да попаднат в рамките на един блок, или в два, или в повече блокове.

Подпрограмите, показани на фигура 3 и фигура 6, изискват да бъдат подадени заявки за достъп към диска. Как се постига това ще бъде описано с позоваване на фигура 7 и фигура 8. Всеки път, когато програмата търси достъп до файла, тя се обръща към стандартна подпрограма, която записва данни на диска. Тази подпрограма, която, в случай че работим с операционната система DOS, е позната като функция прекъсване 21 (_|6) (INT21h), която е неразделна част от операционната система. Операцията Летене от диска е INT21h функция 3fh, а операцията запис е INT21h функция 40 h. Действието, изпълнено от подпрограмата, зависи от йараметри, предадени на подпрограмата при нейното стартиране.Тази подпрограма е показана на фигура 7 като

INT21h, съставляваща част от операционната система в системната карта на паметта, като входната точка на INT21h е показана със стрелка. За да се изпълни предпочитаният метод, в съответствие с изобретението, се добавя допълнителен програмен код на ниво интерфейс на операционната система, както е показано на фигура 8. На практика, в средата на DOS, този код може да бъде зареден в компютъра като драйвър за устройство с помощта на файла CONFIG.SYS.

Допълнителното програмно осигуряване на практика представлява замяна на инструкцията за запис на данни или добавяне към нея на алтернативен набор от инструкции.

С други операционни системи също е необходимо по аналогичен начин да се прекъсне функцията за запис във файла. Във възможностите на опитния програмист е да подготви необходимите подпрограми, следвайки горното описание, отнасящо се за операционната система DOS.

Общо взето, изобретението може да бъде реализирано чрез много на брой модифицирани методи, както и чрез други методи и системи, различни от тези, които бяха описани и онагледени.

По-специално, методът и системата могат бъдат комбинирани със система за частично архивиране на файла, съгласно ЕР 0733235В1. В този случай, за да се покажат промените в данните, може да бъде използвана същата спомагателна база данни, в пълно съответствие с начина, по който тя се използва в настоящото изобретение, за да се отбележат осъществени достъпи до данните. Единствената разлика е, че се налага необходимостта в спомагателната база данни да бъде записано дали осъщественият достъп до файла е достъп за четене или е достъп за запис. Системата за частично архивиране на файла в споменатата заявка отговаря на въвежданията, съдържащи достъпи за запис в спомагателната база данни, докато системата за йерархично управление на съхраняването за частичен файл съгласно изобретението дава броят както на осъществените достъпи за четене, така и на тези за запис.

В една друга модификация системата на практика е разширена като е увеличен периодът на покой до размера на времето на живот на спомагателната база данни. Това ще рече, че на фигура 5 етапът 44, е изменен така, че вместо да се разграничават блоковете, до които са осъществявани или не са били осъществявани достъпи до определена дата, се разграничават 5 блоковете, до които са били или не са били осъществявани достъпи изобщо и това е, докато първоначално бъде създадена или запълнена спомагателната база данни. В този случай от спомагателната база данни не се изисква повече 10 да записва датата или датата/часа на всеки от осъществените достъпи.

Може да съществуват обстоятелства, при които не се налага да бъдат прехвърляни върху вторичния носител определени части от файла, 15 дори до тях да не е осъществяван достъп. Това, например може да се приложи към първия и вероятно и към последния блок от всеки файл.

Ако изобретението бъде внедрено в напълно завършена нова операционна система, 20 то по принцип спомагателната база данни би трябвало да бъде комбинирана с таблицата за разпределение на файловете в дисковото пространство. Обаче, естествено се предпочита двете да се запазят поотделно.

Claims

Патентни претенции

1. Метод за осъществяване на достъп до информация, запомнена в компютърна система, която съдържа памет с произволен достъп, централен процесорен модул, и основно запомнящо устройство, при което методът се характеризира с това, че включва стъпките на:

- запис и четене на инструкции, запомнени в споменатата памет с произволен достъп, към споменатия централен процесорен модул, които предизвикват споменатия процесорен модул да търси произволен достъп до информацията, запомнена в споменатото основно запомнящо устройство чрез генериране на заявка за запис или заявка за четене; като споменатият централен процесорен модул управлява следните операции:

- идентифициране на файл, до който се изисква достъп;

- идентифициране от споменатата заявка за запис или заявка за четене на файлови обособени части в споменатия файл, до който трябва да се осъществи достъп;

- запис на спомагателна база данни, която идентифицира местата на споменатите файлови обособени части, до които трябва да се осъществи достъп и датата или дата/час, когато достъпът е осъществен;

- осъществяване на достъп до споменатите обособени части.
2. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че в споменатата компютърна система се записва таблица за файлово разпределение, която дефинира местата на файловите обособени части в споменатото основно запомнящо устройство, като методът допълнително включва стъпката за търсене в споменатата таблица за файлово разпределение къде се намират споменатите файлови обособени части в споменатото основно запомнящо устройство.
3. Метод съгласно претенция 2, характеризиращ се с това, че в споменатата компютърна система, която съдържа второ запомнящо устройство за запомняне архивираните файлове, методът допълнително включва, когато споменатата стъпка на търсене установи, че споменатите файлови обособени части не се намират в споменатото основно запомнящо устройство, стъпката на възстановяване на споменатите файлови обособени части от споменатото второ запомнящо устройство.
4. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че споменатата спомагателна база данни допълнително дефинира къде споменатият пряк достъп е достъп за запис или пряк достъп за четене.
5. Метод съгласно претенция 1, характеризиращ се с това, че се архивира информация, запомнена в компютърна система, която съдържа памет с произволен достъп, централен процесорен модул, основно запомнящо устройство, и второ запомнящо устройство, при което методът включва стъпките на:

- четене на инструкции, запомнени в споменатата памет с произволен достъп към споменатия централен процесорен модул, които предизвикват централния процесорен модул да архивира селектираната информация, запомнена в споменатото основно запомнящо устройство към споменатото второ запомнящо устройство за освобождаване на пространство в споменатото основно запомнящо устройство, като централният процесорен модул управлява следните операции:

- управление, при освобождаването, файлът да бъде архивиран в спомагателна база данни, която идентифицира файловите обособени части в споменатия файл, до който е бил осъществен достъп и датата или дата/ час, когато е бил осъществен достъп;

- идентифициране от споменатата спомагателна база данни на файловите обособени части, до които е бил осъществен пряк достъп от специфична дата и на файловите обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп от споменатата специфична дата;

- архивиране към споменатото второ запомнящо устройство най-малко на някои файлови обособени части, идентифицирани в споменатата база данни от файловите обособени части, до които не е бил осъществи достъп от споменатата специфична дата;

- изтриване (нулиране) от споменатото основно запомнящо устройство на файловите обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп от споменатата специфична дата, докато в споменатото основно запомнящо устройство се запазват файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп от споменатата специфична дата.
6. Метод съгласно претенция 5, характеризиращ се с това, че споменатите архивиращи и нулиращи стъпки включват архивиране и нулиране на онези файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп от споменатата специфична дата, и вече са били поддържани (възстановявани) предварително определен брой пъти.
7. Метод съгласно претенция 5, характеризиращ се с това, че споменатата компютърна система съдържа таблица за файлово разпределение, която дефинира местата на файловите обособени части в споменатото основно запомнящо устройство, и при който изтриващата (нулиращата) стъпка включва коригиране на споменатата таблица за файлово разпределение.
8. Метод съгласно претенция 2 и 7, характеризиращ се с това, че споменатите файлови обособени части са групи (блокове) данни, съответстващи на основните групи данни, идентифицирани в споменатата таблица за файлово разпределение.
9. Метод съгласно претенция 1, за осъществяване на достъп до информация, запомнена в компютърна система, която съдържа памет с произволен достъп, централен процесорен модул, и основно запомнящо устройство, характеризиращ се с това, че методът включва стъпките на:

- четене на инструкции, запомнени в споменатата памет с произволен достъп към споменатия централен процесорен модул, които предизвикват споменатия процесорен модул да търси достъп до информацията, запомнена в споменатото основно запомнящо устройство чрез генериране на заявка за четене, като споменатият централен процесорен модул управлява следните операции:

- идентифициране на файл, до който се изисква достъп за четене;

- идентифициране на файловите обособени части в споменатия файл, до който трябва да се осъществи достъп;

- запис на спомагателна база данни, която идентифицира местата на споменатите файлови обособени части, до които трябва да се осъществи пряк достъп най-малко до едно разположение на файлова обособена част, и не включва файловата обособена част в себе си;

- осъществяване на достъп до споменатите обособени части.
10. Метод съгласно претенция 9, характеризиращ се с това, че споменатата компютърна система съдържа таблица за файлово разпределение, която дефинира местата на файловите обособени части в споменатото основно запомнящо устройство, като методът допълнително включва стъпката на търсене в споменатата таблица за файлово разпределение къде се намират споменатите файлови обособени части в споменатото основно запомнящо устройство.
11. Метод съгласно претенция 10, характеризиращ се с това, че споменатата компютърна система съдържа второ запомнящо устройство за запомняне на архивираните файлове, като методът допълнително включва, когато споменатата стъпка на търсене установява, че споменатите файлови обособени части не се намират в споменатото основно запомнящо устройство, стъпката на възстановяване на споменатите файлови обособени части от споменатото запомнящо устройство.
12. Метод съгласно претенция 10, характеризиращ се с това, че споменатите файлови обособени части са групи (блокове) данни, съответстващи на основните групи (блокове) данни, идентифицирани в споменатата таблица за файлово разпределение.
13. Метод съгласно претенция 1 и 5, характеризиращ се с това, че се архивира информация, запомнена в компютърна система, която съдържа памет с произволен достъп, централен процесорен модул, основно запомнящо устройство, и второ запомнящо устройство, при което методът включва стъпките на:

- четене на инструкции, запомнени в споменатата памет с произволен достъп към споменатия централен процесорен модул, които предизвикват централния процесорен модул да архивира селектираната информация, запомнена в споменатото основно запомнящо устройство към споменатото второ запомнящо устройство за освобождаване на пространство в споменатото основно запомнящо устройство, като централният процесорен модул управлява следните операции:

- управление, при освобождаването, файлът да бъде архивиран в спомагателна база данни, която идентифицира местата на файловите обособени части в споменатия файл, до който е бил осъществен достъп;

- идентифициране от споменатата спомагателна база данни на местата на файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп;

- архивиране в споменатото второ запомнящо устройство най-малко на някои файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп;

- изтриване (нулиране) от споменатото основно запомнящо устройство на файловите обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп, докато в споменатото основно запомнящо устройство се запазват файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп.
14. Метод съгласно претенция 13, характеризиращ се с това, че споменатите архивиращи и изтриващи стъпки включват архивиране и изтриване на онези файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп, и вече са били поддържани (възстановявани) предварително определен брой пъти.
15. Метод съгласно претенция 13, характеризиращ се с това, че споменатата компютърна система съдържа таблица за файлово разпределение, която дефинира местата на файловите обособени части в споменатото основно запомнящо устройство, и при който изтриващата (нулиращата) стъпка включва коригиране на споменатата таблица за файлово разпределение.
16. Метод съгласно претенция 15, характеризиращ се с това, че споменатите файлови обособени части са групи (блокове) данни, съответстващи на основните групи (блокове) данни, идентифицирани в споменатата таблица за файлово разпределение.
17. Компютърна система съгласно претенция 1, с възможност за достъп и йерархично управление за запомняне (архивиране) на информация, която компютърна система включва памет с произволен достъп (14), централен процесорен модул (12), първо основно запомнящо устройство (16), второ архивиращо запомнящо устройство (18), и устройство за архивиране на данни, запомнени в компютърната система, характеризираща се с това, че споменатото устройство за архивиране съдържа:

а) устройство, управляващо при нормално (обикновено) използване (нормални условия), и съдържащо:

- средство за четене на инструкции, запомнени в паметта с произволен достъп (14), към централния процесорен модул (12), които предизвикват централния процесорен модул (12) да търси достъп до данните, запомнени (съхранени) в първото основно запомнящо устройство (16) чрез генериране най-малко на една заявка за четене;

- първо идентифициращо средство (22) за идентифициране на файл, до който се търси достъп, като файлът е бил представен (изграден) от файлови обособени части;

- второ идентифициращо средство (24) за идентифициране на файловите обособени части във файла, до който е необходимо да се осъществи достъп;

- средство за осъществяване на достъп (28) до файловите обособени части и съдържащо средство за търсене в таблица за файлово разпределение, която дефинира местата на файловите обособени части в първото основно запомнящо устройство (16), за да определи къде се намират файловите обособени части в първото основно запомнящо устройство (16) и това ли са местата на същите (съответните) файлови обособени части;

- обработващо устройство (26) за въвеждане на база данни, която идентифицира местата на разполагане на файловите обособени части, до които е осъществен достъп, като базата данни не включва в себе си файловата обособена част;

в) устройство, управляващо при архивиране, и съдържащо:

- средство за четене на инструкции, запомнени в паметта с произволен достъп (14), към централния процесорен модул (12), които предизвикват централния процесорен модул (12) да архивира селектираната информация, запомнена в първото основно запомнящо устройство (16);

- трето идентифициращо средство (42,44) за идентифициране от базата данни местата на разполагане на файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп;

- архивиращо средство (46-50) за презапис (прехвърляне) от първото основно запомнящо устройство (16) към второто архивиращо запомнящо устройство (18) наймалко на някои файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп;

- нулиращо средство (52) за изтриване (освобождаване) в първото основно запомнящо устройство (16) на пространството, заето от онези файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп, но които са били архивирани от архивиращото средство, докато в първото основно запомнящо устройство (16) са запазени файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп;

с) устройство, управляващо при възстановяване, и съдържащо:

- средство за четене на инструкции, запомнени в паметта с произволен достъп (14), към централния процесорен модул (12), които предизвикват централния процесорен модул (12) да възстанови селектираната информация, архивирана във второто архивиращо запомнящо устройство (18), към първото основно запомнящо устройство (16), за осъществяване на достъп;

- средство (68,70), съответно на осъществяващо произволния достъп средство, управляващо така, че желани файлови обособени части, които не са в първото основно запомнящо устройство (16), да бъдат възстановени от второто архивиращо запомнящо устройство (18) към първото основно запомнящо устройство (16) за осъществяване на произволен достъп.
18. Компютърна система съгласно претенция 1 и 17, характеризираща се с това, че третото идентифициращо средство (42,44) съдържа средство (44) за идентифициране, от базата данни, на файловите обособени части, до които е бил осъществен пряк достъп от специфична дата и файловите обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп от специфичната дата; като архивиращото устройство (46-50) съдържа средство за архивиране към второто архивиращо запомнящо устройство (18) най-малко на някои файлови обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп от специфичната дата, и нулиращо средство (52), съдържащо средство за изтриване (нулиране) в първото основно запомнящо устройство (16) на пространството, заето от онези файлови обособени части, до които не е бил осъществен пряк достъп от специфичната дата, но които са били архивирани от архивиращото средство, докато в първото основно запомнящо устройство (16) са запазени файловите обособени части, до които е бил осъществен достъп от специфичната дата.

5
19. Компютърна система съгласно претенция 1 и 18, характеризираща се с това, че архивиращото средство (46-50) и нулиращото средство (52) съдържат средство (48) за архивиране и нулиране на онези 10 файлови обособени части, до които не е бил осъществен достъп от специфичната дата и вече е било осъществено възстановяване предварително определен брой пъти.
20. Компютърна система съгласно някоя

15- предходна претенция, характеризираща се с това, че нулиращото средство (52) съдържа средство за изменение (корекция) в таблицата за файлово разпределяне.
21. Компютърна система съгласно някоя

20 предходна претенция, характеризираща се с това, че обработващото средство (26) има възможност да стабилизира базата данни с преместване (изтриване) на излишната информация.