JPH04260945A - ファイル・アクセス装置及びファイル・アクセス方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、大規模なファイル・
システムにおいて、ファイルのアクセスを高速化するフ
ァイル・アクセス装置及びファイル・アクセス方法に関
するものである。

【０００２】

【従来の技術】（１）従来技術の構成の説明たとえば、
ＵＮＩＸ（ＡＴ＆Ｔ社のトレードマーク）では、ファイ
ル・ディレクトリはトリー（Ｔｒｅｅ）構造をしていて
、ファイルを指定するためには、例えば、次のようなパ
スを記述する。 ／ｄ１／ｄ２／ｄ３／ｄ４／ｆ１ ここで、ｄ１、ｄ２、ｄ３、ｄ４は、ディレクトリであ
り、ｆ１はファイル名である。従来、この種のシステム
として、例えばＭａｕｒｉｃｅ　Ｊ．Ｂａｃｈ著　　Ｔ
ＨＥ　ＤＥＳＩＧＮ　ＯＦ　ＴＨＥ　ＵＮＩＸ　ＯＰＥ
ＲＡＴＩＮＧ　ＳＹＳＴＥＭ、Ｃｈａｐｔｅｒ　４：Ｉ
ＮＴＥＲＮＡＬ　ＲＥＰＲＥＳＥＮＴＡＴＩＯＮ　ＯＦ
　ＦＩＬＥＳ、ｐｐ．６０−９０に示されたようなもの
があった。通常ディスクパーティションにファイル・シ
ステムが構成され、そのレイアウトは図６に示されてい
るように、ｂｏｏｔ　　ｂｌｏｃｋ、ｓｕｐｅｒ　　ｂ
ｌｏｃｋ、ｉｎｏｄｅ　　ｂｌｏｃｋ、ｄａｔａｂｌｏ
ｃｋから成っている。ｂｏｏｔ　　ｂｌｏｃｋ、ｓｕｐ
ｅｒ　　ｂｌｏｃｋはこの発明には深く関係しないので
ここでは、説明を省略する。ｉｎｏｄｅ　　ｂｌｏｃｋ
は図７に示すようなｉｎｏｄｅのテーブルから成ってい
る。各行の内容は前掲の文献において周知のことなので
、詳説はしないが、特に大事なことは、ｉｎｏｄｅはそ
の最下行に示すように、そのｉｎｏｄｅに対応するファ
イルの記憶されているディスクアドレスを記憶している
点である。このディスクアドレスはファイルのアクセス
情報として記憶されているものであり、このアドレスを
用いてディスクファイルはアクセスされることになる。 別な言葉で言えば、このｉｎｏｄｅからディスクアドレ
スを得なければ、ファイルをアクセスできないことにな
る。また、ｉｎｏｄｅは、そのｉｎｏｄｅを特定するた
め各ｉｎｏｄｅに個有のｉｎｏｄｅ番号を有している。

【０００３】ｄａｔａ　　ｂｌｏｃｋには、ファイル群
が格納されることになるが全てのファイル（ディレクト
リ・ファイルを含む）は、前述したように、ｉｎｏｄｅ
　　ｂｌｏｃｋの中にあるユニークなｉｎｏｄｅを有し
、ｉｎｏｄｅにはファイルを構成するｄａｔａ　　ｂｌ
ｏｃｋのアドレスを保持するテーブルがある。

【０００４】ここで、ディレクトリについて説明する。 ディレクトリはファイルの一種であり、やはりｉｎｏｄ
ｅ　　ｂｌｏｃｋにユニークなｉｎｏｄｅを有するが、
ｄａｔａ　　ｂｌｏｃｋ中には図８のように、そのディ
レクトリに含まれるファイル（ディレクトリ・ファイル
も含む）とそれに対応するｉｎｏｄｅ番号の対が記憶さ
れている。また、図示しないが、ルートディレクトリも
ｉｎｏｄｅ　　ｂｌｏｃｋに特別のｉｎｏｄｅ番号をも
つｉｎｏｄｅをもっている。このように、ディレクトリ
中にディレクトリを含むことにより階層構造が形成され
るが、これはユーザの指定によるものであり、図２に示
したようにユーザの指定する通りの階層構造がｉｎｏｄ
ｅ　　ｂｌｏｃｋとｄａｔａ　　ｂｌｏｃｋによりその
まま実現されている。

【０００５】（２）従来技術の作用、動作の説明次に動
作について説明する。ディレクトリもひとつのファイル
であるので、例えば、図２においてｆ３をアクセスする
場合には、特別のｉｎｏｄｅ番号を持つルートでｄ１を
サーチし、同様にｄ１でｄ２を、ｄ２でｄ３を、ｄ３で
ｄ４を、ｄ４でｆ３をサーチしなければならなかった。 そのとき、各ディレクトリにおいて、次のディレクトリ
・ファイルのｉｎｏｄｅ番号を読むため、そして、得ら
れたｉｎｏｄｅ番号からファイルのアドレスを得てその
ファイルを読むために毎回ディレクトリ・ファイルのＩ
／Ｏ（リード）を行っていた。

【０００６】また、ファイル・システムを使用する時、
毎回ディスクをアクセスするのを避けるため、主記憶上
にｄｉｓｋ　　ｉｎｏｄｅのコピーをもち、ｉｎｏｄｅ
アクセスの高速化を図る手法もある。この主記憶上のｉ
ｎｏｄｅ（のコピー）をｉｎ−ｃｏｒｅ　　ｉｎｏｄｅ
と呼ぶ。但し、主記憶上のｉｎ−ｃｏｒｅ　　ｉｎｏｄ
ｅは、ｄｉｓｋ　　ｉｎｏｄｅの全く同じコピーではな
く、様々な制御情報が付加され、一種のキャッシュとな
っている。そのｉｎ−ｃｏｒｅ　　ｉｎｏｄｅがキャッ
シュのような働きをすることによって、Ｉ／Ｏの数が少
なくなったとしても、多くのプログラムがファイルをた
くさんオープンすると、使用中のｉｎ−ｃｏｒｅ　　ｉ
ｎｏｄｅが増え、ｉｎｏｄｅｔａｂｌｅの中でフリーの
ものが少なくなり、キャッシュの効果が低下し、Ｉ／Ｏ
が増えてしまう。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】（１）従来技術の課題
の説明 従来のファイル・システムでは、以上のように構成され
ているので、大規模なファイル・システムであると、デ
ィレクトリ及びファイルの数が多くなり、長いパスもあ
れば短いパスもできる。大規模なファイル・システムで
あればある程、一般にパスの深さは深くなり、いちいち
中間ディレクトリを調べてはその下にあるディレクトリ
／ファイルを捜すという動作が必要であり、ファイルの
データ部とｉｎｏｄｅをアクセスするためにＩ／Ｏを必
要とし、時間がかかるという問題点があった。

【０００８】（２）発明の目的の説明 この発明は上記のような問題点を解消するために成され
たもので、大規模なファイル・システムを実際にインプ
リメントする場合にファイルのアクセスを高速化するこ
とを目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】この発明に係るファイル
・アクセス装置及びファイル・アクセス方法は、階層構
造を構成するファイル群のファイルをアクセスする場合
、階層構造の各パスをひとつの検索キーとし、この検索
キーに対応するデータとして各パスのリーフにあるファ
イル（あるいはディレクトリ）のアドレス等のアクセス
情報を記憶するとともに、アクセス要求により入力され
たファイル（あるいはディレクトリ）までのパスを検索
キーとしてアドレス等のアクセス情報を得てファイルの
アクセスを行えるようにしたものである。

【００１０】

【作用】この発明においては、ファイル（ディレクトリ
）に到達するまでのパスをひとつの文字列としてとらえ
これを検索キーとするので、従来のように各ディレクト
リで次のディレクトリを検索するようなことがなくなり
、ファイルのアクセス情報がすばやく得られる。

【００１１】

【実施例】これから説明するこの発明に係るファイルの
アクセス方式は、ユーザが指定するファイル・システム
の構造と、実際にインプリメントする構造を分離し、実
際にインプリメントする際には、データベース等で使わ
れているＢＴ（平衝木、Ｂａｌａｎｃｅｄ　　Ｔｒｅｅ
、以下ＢＴという）を利用することにより、ファイルの
アクセスを高速化するのもである。ＢＴは例えば、Ａｌ
ｆｒｅｄ　Ｖ．　Ａｈｏ、Ｊｏｈｎ　Ｅ．Ｈｏｐｃｒｏ
ｆｔ、Ｊｅｆｆｒｅｙ　Ｄ．　Ｕｌｌｍａｎ著　ＴＨＥ
　ＤＥＳＩＧＮ　ＡＮＤ　ＡＮＡＬＹＳＩＳ　ＯＦ　Ｃ
ＯＭＰＵＴＥＲ　ＡＬＧＯＲＩＴＨＭＳ、　Ｃｈａｐｔ
ｅｒ　４：　Ｄａｔａ　Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｓ　ｆｏｒ
　Ｓｅｔ　Ｍａｎｉｐｕｌａｔｉｏｎ　Ｐｒｏｂｌｅｍ
ｓ、ｐｐ．１０８−１６２に記載されており、よく知ら
れた技術である。この発明におけるファイル・アクセス
方式では、ファイル・システムを実際にインプリメント
する際に、システムにより自動的にＢＴが構築されるの
で、ファイル名よりｉｎｏｄｅを得る過程を高速化する
ことにより、ファイルのアクセスを高速化する。

【００１２】実施例１．（１）実施例の構成の詳細な説
明 以下、この発明の一実施例を図によって説明する。図１
において、”／”はルート、”ｄ＊”はディレクトリ、
”ｆ＊”はファイルである。また図３は、図２に示した
ような階層構造を成すファイル・システムの構成要素で
ある。図１は、図３の構成要素をＢＴの１つである２−
３Ｔｒｅｅでインプリメントしたものである。

【００１３】（２）実施例の作用、動作の詳細な説明次
に、動作について説明する。ファイル・システムに存在
する全てのディレクトリ（サブ・ディレクトリ）とファ
イルをフル・パスネームで考え、それぞれを名前の文字
列と見做す。図１は、図２に表われるファイル構造を、
実際にインプリメントする際にＢＴ（ここでは、２−３
Ｔｒｅｅ）構造でインプリメントしたものである。 この場合、各リーフに格納されている構成要素は、キー
をファイルのフル・パスネーム（文字列）、データをそ
れに対応するｉｎｏｄｅ番号とした対であり、キーの辞
書式オーダで格納されている。そこで、例えばｆ３をア
クセスしたいときには、２−３Ｔｒｅｅのルートから、
図４に太線で示したようなパスを通り２つのノードを通
過しただけで、／ｄ１／ｄ２／ｄ３／ｄ４／ｆ３を持つ
目的のリーフに到達できる。なお、サーチは、ＢＴにお
けるキーの比較を使った方法に依る。到達したリーフに
は、”／ｄ１／ｄ２／ｄ３／ｄ４／ｆ３”をキー、デー
タをそのｉｎｏｄｅ番号６とした対が格納されている。 そこで、このｉｎｏｄｅ番号６を使えばｉｎｏｄｅ　　
ｂｌｏｃｋからＦ３のｉｎｏｄｅを得ることができ、そ
こからディスクアドレスを得ることができるのでｆ３を
アクセスすることができる。従来の方法では、各々のデ
ィレクトリに対してＩ／Ｏを行わねばならなかったが、
ＢＴを構築する場合には１つのデータ構造となり、あた
かも、ひとつのデータベースのようになる。したがって
、データの数が多くなれば複数のデータブロックから成
るファイルとなる。しかし、ファイルのアクセスは頻繁
であり、ＯＳのバッファリングの機構により、データは
多くの場合主記憶上にあることが期待できＩ／Ｏは非常
に少ないと予想される。従って、この方法を使うことに
より大幅にディスクＩ／Ｏを削減することができ、ファ
イルのアクセスを高速化するものである。

【００１４】また、ＵＮＩＸのコマンドの中にはファイ
ルに関して以下のようなものがあるが、それぞれこの発
明においてもサポートされる。 ｍｋｄｉｒ、ｒｍｄｉｒ、ｌｓ、ｐｗｄ、ｃｄ例えばｍ
ｋｄｉｒはディレクトリの追加コマンドであり、関係す
るディレクトリのフル・パスネームをキーとして持つリ
ーフの挿入を行えばよい。図５は、図２に示したファイ
ル・システムのｄ３の下に ｍｋｄｉｒ　　ｄ５ によりｄ５を作った時の２−３Ｔｒｅｅである。これは
、元の２−３Ｔｒｅｅに／ｄ１／ｄ２／ｄ３／ｄ５とい
うリーフを挿入したものである。同様に、ｒｍｄｉｒ　
　ｄ５ の時はディレクトリの削除コマンドであり、／ｄ１／ｄ
２／ｄ３／ｄ５を削除すればよい。ｐｗｄは、現在のデ
ィレクトリを示し、現在のディレクトリをフル・パスネ
ーム（文字列）として記憶おく。ｃｄについては、ディ
レクトリの変更であるが、以下のようにサポートされる
。まず、”ｃｄ／〜”の場合は、ルートからのフル・パ
スネームをそのまま記憶すればよい。”ｃｄ　　ｄ＊”
の場合は、現在のディレクトリのフル・パスネームに対
して、ｃｄのアーギュメント”ｄ＊”を結合してフル・
パスネームとし、それを改めて記憶する。”ｃｄ．”の
場合は、なにも変化しない。”ｃｄ．．”の場合は、”
〜／〜”の最後の”／〜”を消去してフル・パスネーム
とし、それを改めて記憶する。たとえば、ｃｄ／ｄ１／
ｄ２ が入力された場合は、この／ｄ１／ｄ２を記憶し、この
文字列を検索キーとして図１に示したＢＴをサーチして
ｄ２に対応するｉｎｏｄｅ番号３を得て、ｄ２をディス
クから読みこめばよい。また、／ｄ１／ｄ２にて作業中
に ｃｄ　　ｄ３ が入力された場合は、記憶しておいた／ｄ１／ｄ２にｄ
３を加え／ｄ１／ｄ２／ｄ３を作成して新たに記憶して
、これを検索キーとしてサーチし、ｉｎｏｄｅ番号４を
得ることができる。さらに、／ｄ１／ｄ２／ｄ３にて作
業中に、 ｃｄ．． が入力された場合は／ｄ１／ｄ２／ｄ３から／ｄ３を消
去して／ｄ１／ｄ２を新たに記憶するとともに、これを
検索キーとしてｉｎｏｄｅ番号３を得ればよい。

【００１５】ここでは、ＢＴとして最も簡単な２−３Ｔ
ｒｅｅを用いて説明したが、一般的なＢ−Ｔｒｅｅを用
いれば、トリーの高さが低くなり、たどるノードの数が
少なくなるため、ファイルのアクセスは更にに高速化で
きる。一般に、ＢＴではｎコの要素に対して、キーを使
ってその要素の１つをアクセスする場合にはＯ（ｌｏｇ
（ｎ））の手間が掛り（ＯはＯｒｄｅｒを意味し、回数
を示す）、また要素の挿入および削除もＯ（ｌｏｇ（ｎ
））の手間がかかることが知られている。ＢＴを使用し
ない従来の構造であるとその階層構造はユーザの指定に
よるものであり、手間はその構造によるが、最悪の場合
にはＯ（ｎ）となる。従って、ＢＴを使うことによって
ファイルのアクセスが高速化される。また、ＢＴを構成
する方法として、ディスク上の新しいデータ構造を使っ
て構成しても良いし、新しく構成しなくとも従来のファ
イルを使ってインプリメントしても良い。

【００１６】以上、上記実施例においては、階層構造を
成すファイル・システムにおいて、ユーザから見える構
造と実際にインプリメントする構造を分離し、実際にイ
ンプリメントする場合には、平衝木（Ｏ（ｌｏｇＮ）回
の操作でリーフまで辿り着くことができるＢａｌａｎｃ
ｅｄ　　Ｔｒｅｅのこと）を利用し、大規模なファイル
のアクセスを高速化したことを特徴とするファイルのア
クセス方式を説明した。

【００１７】（３）他の実施例の説明 実施例２．上記実施例では、オペレーティング・システ
ム（ＯＳ）がＵＮＩＸの場合のファイル・システムの場
合について説明したが、ＵＮＩＸに限らず、階層構造を
成すファイル・システムを持つＯＳ一般においても適用
できる。また、ファイル・システムに限らず、ユーザが
指定する階層構造を成すデータを効率良くアクセスする
ような場合にも適用できる。

【００１８】実施例３．上記実施例では、ＢＴの場合を
説明したが、パスをひとつの文字列の検索キーとしてと
らえる方法であればよい。たとえば、パスをキーとした
ハッシング手法を用いた検索手法の場合でもよい。

【００１９】実施例４．また、上記実施例では、ｉｎｏ
ｄｅ番号を検索する場合を示したが、ｉｎｏｄｅ番号は
ファイルをアクセスするためのアドレスを保持している
ｉｎｏｄｅを特定するものであり、この点で、検索され
るものはｉｎｏｄｅ番号である必要はなく、ファイル番
号、ファイルアドレス、ファイル識別子、その他のファ
イルのアクセス情報であればよい。

【００２０】

【発明の効果】以上のように、この発明によれば階層構
造を成すファイル・システムにおいて、ユーザから見え
るファイル・システムの構造と、実際にインプリメント
する構造を分離し、実際にインプリメントする際には、
パスをキーとするアクセス情報のデータ構造を用いるよ
うに構成したので、大規模なファイル・システムにおい
てファイルのアクセスを高速化できる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の一実施例によるファイル・アクセス
方式を実現したＨｅｉｇｈｔ−Ｂａｌａｎｃｅｄ　　Ｔ
ｒｅｅ（ＢＴ）を示した図。

【図２】階層構造を成すファイル・システムにおいて、
ユーザから見える構造を示した図。

【図３】図２を構成している要素のテーブル図。

【図４】あるリーフに到達するまでのパスを示す図。

【図５】新しく構成要素が増えた時の２−３Ｔｒｅｅの
図。

【図６】ファイル・システムのレイアウト図。

【図７】ｉｎｏｄｅの一例を示す図。

【図８】ディレクトリの一例を示す図。

【符号の説明】

／　　ルート ｄ１〜ｄ５　　ディレクトリ ｆ１〜ｆ５　　ファイル

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　以下の要素を有するファイル・アクセ
   ス装置 （ａ）階層構造を成すファイル群、（ｂ）各ファイルま
   での階層構造のパスをキーとして記憶し、また、対応す
   るファイルのアクセス情報を記憶する記憶手段、（ｃ）
   ファイルをアクセスするアクセス要求により入力された
   所望のファイルまでのパスを上記記憶手段で記憶された
   キーと比較することにより、アクセスするファイルのア
   クセス情報を得る検索手段。
2. 【請求項２】　　以下の工程を有し、階層構造をとるフ
   ァイル群をアクセスするファイル・アクセス方法（ａ）
   階層構造の各リーフまでのパスとリーフにあるファイル
   のアクセス情報を記憶する記憶工程、（ｂ）ファイルの
   アクセス要求により入力された所望のファイルまでのパ
   スを記憶工程により記憶されたパスと比較してファイル
   のアクセス情報を得る検索工程。