JP2003050731A - ファイルシステムアクセス方法及びその実施装置並びにその処理プログラム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ファイルシステムの整合性検証に要する時間
を短縮させることが可能な技術を提供する。 【解決手段】 記憶装置上に構築されたファイルシステ
ムへアクセスするファイルシステムアクセス方法におい
て、ファイルのデータが格納されるデータブロックをデ
ータブロック領域に割り当て、その割り当てたデータブ
ロックのアドレスをアドレスブロック領域のアドレスブ
ロックに格納するステップと、前記データブロックのア
ドレスが格納されたアドレスブロックの内容をアドレス
ブロック領域から読み込み、その読み込んだデータブロ
ックのアドレスを使ってファイルのアドレス情報の整合
性を検証するステップとを有するものである。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は磁気ディスクドライ
ブ等の外部記憶装置上のファイルシステムへアクセスす
る計算機システムに関し、特に格納するデータ種別毎の
ブロック領域をファイルシステムに設け同一種別のデー
タはその種別に対応するブロック領域のブロックとする
計算機システムに適用して有効な技術に関するものであ
る。

【０００２】

【従来の技術】従来の計算機システムでは、磁気ディス
クドライブ等の外部記憶装置上にファイルシステムを作
成し、そのファイルシステム中のブロックにファイルの
データを格納している。

【０００３】例えば「ＵＮＩＸ（登録商標） ４．３Ｂ
ＳＤ」のＵＮＩＸファイルシステムにおいては、外部記
憶装置（ディスク）はパーティションと呼ばれる１また
は複数の区分に分割されている。パーティションはただ
１つのファイルシステムを含むことができ、１つのファ
イルシステムが複数のパーティションにまたがることは
ない。そしてそのファイルシステムの中には１または複
数のファイルが存在している。

【０００４】また、パーティションはシリンダグループ
と呼ばれる１または複数の領域に分割されている。シリ
ンダグループは当該シリンダグループに関する管理情
報、例えば当該シリンダグループ中の利用可能な物理ブ
ロック数等、を保持する管理領域を有している。

【０００５】１つの物理ブロックは１つ以上の隣接する
セクタによって構成され、１つの論理ブロックは１つ以
上の物理ブロックから構成される。１つの物理ブロック
の内容はディスク上で隣接しているが、１つのファイル
を構成する物理ブロック同士は隣接しているとは限らな
い為、論理ブロックの内容はディスク上で隣接している
とは限らない。

【０００６】また、１つのファイルを構成する物理ブロ
ックは複数のシリンダグループに存在し、１つのシリン
ダグループには複数のファイルが存在し得る。例えばフ
ァイルＡを構成する３つの物理ブロックの内の２つ物理
ブロックがあるシリンダグループに存在し、残りの１つ
の物理ブロックが他のシリンダグループに存在したり、
それらのシリンダグループに他のファイルの物理ブロッ
クが存在していることもある。

【０００７】ところで、「ＵＮＩＸ ４．３ＢＳＤの設
計と実装、中村明、相田仁、計宇生、小池汎平 共訳、
丸善株式会社、ISBN4-621-03607-6 C3055」の「７．２
ファイルシステム内部の概要」２００ページから２０２
ページ「ディスク上のブロック割り当てと検索」による
と、ＵＮＩＸファイルシステムのファイルは１または複
数のデータブロックと１または複数のアドレスブロック
（間接ブロック）から構成されている。データブロック
とはファイルのデータを格納するブロックで、アドレス
ブロックとはデータブロックのディスク上の物理的な配
置を示すアドレス情報を格納するブロックである。アド
レスブロックの位置はファイル毎に存在するファイル管
理テーブル（ｉノード）に格納されており、ファイルの
データにアクセスする時はまずファイル管理テーブルを
読んでアドレスブロックの位置を求め、次にそのアドレ
スブロックを読んでデータブロックの位置を求めてデー
タブロックにアクセスする。

【０００８】また、「ＵＮＩＸ ４．３ＢＳＤの設計と
実装」の「７．４ファイルシステムのデータ構造」２１
６ページから２１７ページ「ファイルブロックの割り当
て」によると、ＵＮＩＸオペレーティングシステムはフ
ァイルに出力する際にアドレスブロックとデータブロッ
クを必要に応じて動的にその都度割り当てるが、このと
きデータブロックの割り当てとアドレスブロックの割り
当ては区別されることが無い為、同じ割り当て方式に基
づいて任意の未使用ブロックから割り当てられる。この
為、アドレスブロックとデータブロックとは混在した状
態でファイルシステム全体に渡って分散して配置されて
しまう。

【０００９】オペレーティングシステムがファイルシス
テムへの出力処理中に異常終了した場合には、ファイル
システムのブロックの２重割り当てや空きブロックが割
り当て中の状態になる等の不整合がファイルシステムに
発生することがある。この為、異常終了した計算機シス
テムの再起動時には必ずファイルシステムの整合性検証
処理を実行する必要がある。

【００１０】ファイルシステムの整合性検証処理では、
ブロック割り当ての不整合状態を検出する為にファイル
システムのアドレスブロックを全て読み込み、そこに格
納されているファイル毎のデータブロックの配置情報と
ファイルシステム全体のブロック使用情報を突き合わせ
てブロック割り当て状態の整合性を検証し、ブロックの
２重割り当てや空きブロックが割り当て中の状態になる
等の不整合状態を検出した場合はこれを修復する。

【００１１】従来のブロック割り当て方式ではアドレス
ブロックはデータブロックと混在してファイルシステム
全体に渡って分散配置されている為、ファイルシステム
整合性検証処理では分散配置された個々のアドレスブロ
ックを一ブロックずつ読み込んでいた。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術では、フ
ァイルシステムの整合性検証処理でアドレスブロックを
読み込む際に、アドレスブロックの入力がファイルシス
テムの全アドレスブロックの個数と等しい回数だけ実行
される。

【００１３】外部記憶装置の入力処理は一般にトータル
で同じ量を入力する場合は一回の入力サイズが大きい方
が高速であり、更に同じ入力サイズでも分散したブロッ
クをランダムにアクセスするより連続するブロックをシ
ーケンシャルにアクセスする方が高速であるが、従来の
アドレスブロック入力処理では、ファイル管理テーブル
中に記録されたアドレスブロックの位置情報の順でアク
セスが行われる為、サイズの小さい入力がランダムアク
セスで実行されて入力性能が低下し、ファイルシステム
の整合性検証処理で非常に多くの時間がかかっていた。

【００１４】本発明の目的は上記問題を解決し、ファイ
ルシステムの整合性検証に要する時間を短縮させること
が可能な技術を提供することにある。

【００１５】

【課題を解決するための手段】本発明は、記憶装置上に
構築されたファイルシステムへアクセスする計算機シス
テムにおいて、アドレスブロック領域に格納されたデー
タブロックのアドレスを使ってファイルのアドレス情報
の整合性を検証するものである。

【００１６】本発明の計算機システムでは、まずファイ
ルのデータを格納するデータブロックが割り当てられる
データブロック領域と、データブロックのアドレスを格
納するアドレスブロックが割り当てられるデータブロッ
ク領域とをファイルシステムに設けておく。

【００１７】ファイルシステムに対してファイル出力処
理が行われると、そのファイルのデータが格納されるデ
ータブロックをデータブロック領域に割り当てた後、そ
の割り当てたデータブロックのアドレスをアドレスブロ
ック領域のアドレスブロックに格納し、そのファイルの
データを前記データブロックに格納する。

【００１８】そしてオペレーティングシステムがファイ
ルシステムへの出力処理中に異常終了し、その計算機シ
ステムを再起動させた場合には、ファイルシステムの整
合性検証処理を開始し、前記データブロックのアドレス
が格納されたアドレスブロックの内容をアドレスブロッ
ク領域から読み込み、その読み込んだデータブロックの
内容を使ってファイルのアドレス情報の整合性を検証す
る。

【００１９】前記の様に本発明では、データブロックの
アドレスをアドレスブロック領域に格納しており、アド
レスブロックはファイルシステム中に分散すること無く
アドレスブロック領域に局所化するので、ファイルシス
テムの整合性検証処理でアドレスブロックを読み込む際
にはこの局所化したアドレスブロックの入力を行うこと
となり、アドレスブロックの入力を効率化させてファイ
ルシステムの整合性検証に要する時間を短縮することが
可能である。

【００２０】またアドレスブロック領域内の割り当て済
みアドレスブロックの配置を調べて、その配置が連続し
ていた場合には、割り当て済みの複数のアドレスブロッ
クをまとめて大きなサイズで読み込むことによりアドレ
スブロックの入力回数を減少させて入力性能を向上させ
るので、ファイルシステムの整合性検証に要する時間を
短縮することが可能である。

【００２１】以上の様に本発明の計算機システムによれ
ば、アドレスブロック領域に格納されたデータブロック
のアドレスを使ってファイルのアドレス情報の整合性を
検証するので、ファイルシステムの整合性検証に要する
時間を短縮させることが可能である。

【００２２】

【発明の実施の形態】以下に記憶装置上に構築されたフ
ァイルシステムへアクセスする一実施形態の計算機シス
テムについて説明する。

【００２３】図１は本実施形態の計算機システムのシス
テム構成を示す図である。図１に示す様に本実施形態の
計算機１１は、ブロック割り当て処理部２ａと、ファイ
ルシステム整合性検証処理部５と、ファイルシステム作
成処理部１３とを有している。

【００２４】ブロック割り当て処理部２ａは、ファイル
９のデータが格納されるデータブロックをデータブロッ
ク領域に割り当て、その割り当てたデータブロックのア
ドレスをアドレスブロック領域のアドレスブロックに格
納する処理部である。

【００２５】ファイルシステム整合性検証処理部５は、
前記データブロックのアドレスが格納されたアドレスブ
ロックの内容をアドレスブロック領域から読み込み、そ
の読み込んだデータブロックのアドレスを使ってファイ
ル９のアドレス情報の整合性を検証する処理部である。

【００２６】ファイルシステム作成処理部１３は、ファ
イル９のデータが格納されるデータブロック領域と、デ
ータブロック領域に割り当てられたデータブロックのア
ドレスを格納するアドレスブロック領域とを有するファ
イルシステム８を作成する処理部である。

【００２７】計算機１１をブロック割り当て処理部２
ａ、ファイルシステム整合性検証処理部５及びファイル
システム作成処理部１３として機能させる為のプログラ
ムは、ＣＤ−ＲＯＭ等の記録媒体に記録され磁気ディス
ク等に格納された後、メモリにロードされて実行される
ものとする。なお前記プログラムを記録する記録媒体は
ＣＤ−ＲＯＭ以外の他の記録媒体でも良い。また前記プ
ログラムを当該記録媒体から情報処理装置にインストー
ルして使用しても良いし、ネットワークを通じて当該記
録媒体にアクセスして前記プログラムを使用するものと
しても良い。

【００２８】図１において、主記憶装置１は各種プログ
ラムやデータを格納する記憶装置であり、オペレーティ
ングシステム２、ブロック割り当て処理部２ａ、バッフ
ァキャッシュ３、ユーザプログラム４、ファイルシステ
ム整合性検証処理部５やファイルシステム作成処理部１
３はこの主記憶装置１に格納され、中央処理装置１０に
より各処理を実行する。

【００２９】外部記憶装置６のパーティション７にはフ
ァイルシステム８が作成され、オペレーティングシステ
ム２はユーザプログラム４からの要求を受けてファイル
システム８上に１または複数のファイル９を作成し、こ
れに対して入出力を実行する。

【００３０】ユーザプログラム４がファイル９に対して
出力を実行する場合には、一旦オペレーティングシステ
ム２のバッファキャッシュ３に対して出力が実行され
る。バッファキャッシュ３に対する出力結果は、ユーザ
プログラム４の出力要求とは非同期にオペレーティング
システム２により後からファイルシステム８に出力され
る。

【００３１】オペレーティングシステム２が異常終了し
た場合は、異常終了した時点のバッファキャッシュ３の
内容の内、ファイルシステム８に対してまだ出力されて
いない部分をファイルシステム８に反映する機会が無い
為、ファイルシステム８は不整合な状態となる。この様
な場合には次にオペレーティングシステム２が起動する
際に、ファイルシステム８の整合性を保証する為にファ
イルシステム整合性検証処理部５が実行される。

【００３２】ファイルシステム整合性検証処理部５は、
ファイルシステム８のアドレスブロックの内容を読み込
み、アドレスブロックに格納されているデータブロック
の配置情報を基にしてファイルシステム８の整合性を検
査し、不整合が見つかった場合はこれを修復する。

【００３３】図２は本実施形態のファイルシステム８の
構造を示す図である。図２に示す様に計算機１１のファ
イルシステム作成処理部１３は、ファイル９のデータが
格納されるデータブロック領域２０と、データブロック
領域２０に割り当てられたデータブロックのアドレスを
格納するアドレスブロック領域３０とを有するファイル
システム８を作成する。

【００３４】ファイルシステム８は、ファイルシステム
作成処理部１３によって外部記憶装置６の１区分である
パーティション７上に作成される。ＵＮＩＸファイルシ
ステムの場合、前述の様にファイルシステム８は更に１
または複数のシリンダグループ１２に分割されている。

【００３５】各シリンダグループ１２は、各ファイル９
のデータを記録するデータブロック領域２０と、当該フ
ァイル９に割り当てられたデータブロックのファイルシ
ステム８内の位置を示す情報であるアドレスを記録する
アドレスブロック領域３０と、更にデータブロック領域
２０やアドレスブロック領域３０の使用／空き情報やフ
ァイル管理テーブル等のシリンダグループ１２を管理す
るのに必要な情報を記録する領域である管理領域１４と
から構成される。

【００３６】従来のファイルシステム８ではデータブロ
ックもアドレスブロックも構造上は区別されることなく
管理されており、どちらもシリンダグループ１２の単一
のブロック領域の空きブロックから割り当てられてい
た。

【００３７】本実施形態のファイルシステム８では、シ
リンダグループ１２のブロック領域をデータブロック領
域２０とアドレスブロック領域３０に分け、データブロ
ックはデータブロック領域２０の空きブロックから、ア
ドレスブロックはアドレスブロック領域３０の空きブロ
ックから優先的に割り当てられる。

【００３８】データブロック領域２０とアドレスブロッ
ク領域３０はシリンダグループ１２につき一つずつ存在
し、ファイルシステム８全体としてはシリンダグループ
１２の個数と同じ数のデータブロック領域２０とアドレ
スブロック領域３０が作成される。

【００３９】データブロック領域２０とアドレスブロッ
ク領域３０の比率やファイルシステム８に含まれるシリ
ンダグループ１２の個数等は、システムの運用形態を考
慮して計算機システム管理者によって決定され、ファイ
ルシステム作成処理部１３にパラメータとして渡され
る。ファイルシステム作成処理部１３は、渡されたパラ
メータに従ってファイルシステム８を作成する。

【００４０】図２の例ではファイルシステム８全体が２
個のシリンダグループ１２に分割されており、それぞれ
が一つのデータブロック領域２０と一つのアドレスブロ
ック領域３０を含んでいる。

【００４１】図３は本実施形態のファイル出力時のファ
イルシステム８のブロック割り当てを示す図である。フ
ァイルシステム作成処理部１３によって作成された直後
のファイルシステム８は全てのブロックが空きブロック
であるが、オペレーティングシステム２によりファイル
９が作成されるとデータブロック領域２０及びアドレス
ブロック領域３０には使用中の割り当て済みブロックが
含まれる様になる。

【００４２】ブロック２０１〜２１０はデータブロック
領域２０に属する割り当て済みデータブロック、ブロッ
ク２１１〜２１５はデータブロック領域２０に属する未
割り当てブロック、ブロック３０１〜３０５はアドレス
ブロック領域３０に属する割り当て済みアドレスブロッ
ク、ブロック３０６〜３１０はアドレスブロック領域３
０に属する未割り当てブロックである。

【００４３】図４は本実施形態のファイルシステム８に
出力する際のブロック割り当ての処理手順を示すフロー
チャートである。図４に示す様に計算機１１のブロック
割り当て処理部２ａは、ファイル９のデータが格納され
るデータブロックをデータブロック領域２０に割り当
て、その割り当てたデータブロックのアドレスをアドレ
スブロック領域３０のアドレスブロックに格納する処理
を行う。

【００４４】ユーザプログラム４がオペレーティングシ
ステム２にファイル９へのデータの出力を要求すると、
ステップ３１でオペレーティングシステム２のブロック
割り当て処理部２ａは、管理領域１４中のデータブロッ
ク領域２０の割り当て済みデータブロックと未割り当て
ブロックを示すビットマップを参照してデータブロック
領域２０から空きブロックを探し出し、データブロック
領域２０に空きがある場合にはステップ３２へ進む。

【００４５】ステップ３２では、ステップ３１で見つか
った空きブロックをデータブロックとして割り当て、管
理領域１４中のデータブロック領域２０のビットマップ
内で前記割り当てられたデータブロックに対応するビッ
トマップ部分のビット情報を割り当て済みであることを
示すビット情報に更新する。

【００４６】本実施形態のブロック割り当て処理部２ａ
は、データブロック領域２０が複数ある場合、当該ファ
イル９に割り当て済みのデータブロックがあればこれと
同じデータブロック領域２０のブロックを優先して割り
当て、割り当て済みのデータブロックと同じデータブロ
ック領域２０に空きが無い場合、またはファイル９に割
り当て済みのデータブロックが無い場合は、空きブロッ
クの一番多いデータブロック領域２０のブロックを割り
当てるものとする。

【００４７】ステップ３１で当該ファイルシステム８を
構成する全てのデータブロック領域２０に空きブロック
が見つからない場合はステップ３３へ進み、ステップ３
３では、管理領域１４中のアドレスブロック領域３０の
割り当て済みアドレスブロックと未割り当てブロックを
示すビットマップを参照してファイルシステム８を構成
するシリンダグループ１２のアドレスブロック領域３０
から空きブロックを探し出し、アドレスブロック領域３
０に空きがある場合にはステップ３４へ進む。

【００４８】ステップ３４では、ステップ３３で見つか
った空きブロックをデータブロック領域２０に変更して
データブロックとして割り当て、管理領域１４中のデー
タブロック領域２０のビットマップ内で前記割り当てら
れたデータブロックに対応するビットマップ部分のビッ
ト情報を割り当て済みであることを示すビット情報に更
新する。

【００４９】本実施形態のブロック割り当て処理部２ａ
は、アドレスブロック領域３０が複数ある場合、空きブ
ロックの一番多いアドレスブロック領域３０のブロック
を割り当てるものとする。なお、全てのアドレスブロッ
ク領域３０に空きが無い場合は、ファイルシステム８に
空きブロックが一つも無い状態なのでファイル出力エラ
ーとなる。

【００５０】次にステップ３５でこのデータブロックの
アドレスを記録する為に他のデータブロックのアドレス
用に使用しているアドレスブロックに空きエントリが存
在するかどうかを判定し、空きエントリが存在する場合
はステップ３６でこのアドレスブロックにアドレスを記
録し、空きエントリが存在しない場合はステップ３７へ
進む。

【００５１】ステップ３７では、管理領域１４中のアド
レスブロック領域３０の割り当て済みデータブロックと
未割り当てブロックを示すビットマップを参照してアド
レスブロック領域３０から空きブロックを探し出し、ア
ドレスブロック領域３０に空きがある場合にはステップ
３８へ進む。

【００５２】ステップ３８では、ステップ３７で見つか
った空きブロックをアドレスブロックとして割り当て、
管理領域１４中のアドレスブロック領域３０のビットマ
ップ内で前記割り当てられたアドレスブロックに対応す
るビットマップ部分のビット情報を割り当て済みである
ことを示すビット情報に更新する。また前記割り当てら
れたアドレスブロックのアドレスを管理領域１４のファ
イル管理テーブル中に格納する。

【００５３】本実施形態のブロック割り当て処理部２ａ
は、アドレスブロック領域３０が複数ある場合、このフ
ァイル９が登録されているファイル管理テーブルが存在
するシリンダグループ１２のアドレスブロック領域３０
を優先するものとする。

【００５４】これはファイルシステム８の整合性チェッ
クにはファイル９のファイル管理テーブルの情報と当該
ファイル９のアドレスブロックの両方を使用する為、両
者が同じシリンダグループ１２にあるとファイルシステ
ム８の整合性検証処理が高速に実行できる為である。

【００５５】ファイル９が登録されているファイル管理
テーブルが存在するシリンダグループ１２のアドレスブ
ロック領域３０に空きが無い場合は空きブロックの一番
多いアドレスブロック領域３０のブロックを割り当て
る。

【００５６】アドレスブロック領域３０からアドレスブ
ロックを割り当てる場合は、割り当て済みのアドレスブ
ロックと連続する様な空きブロックを優先する様にす
る。例えばアドレスブロック領域３０中の空きブロック
が割り当て済みアドレスブロックの途中に存在している
場合にはその空きブロックの割り当てを優先し、割り当
て済みアドレスブロックの途中に空きブロックが存在し
ていない場合には、最後尾の割り当て済みアドレスブロ
ックの次に存在している空きブロックを優先する。これ
はアドレスブロックが連続していればファイルシステム
８の整合性検証処理で連続した複数のアドレスブロック
を一括して読み込んで高速に実行できる為である。

【００５７】ステップ３７でアドレスブロック領域３０
に空きブロックが見つからない場合はステップ３９へ進
み、ステップ３９では、管理領域１４中のデータブロッ
ク領域２０の割り当て済みアドレスブロックと未割り当
てブロックを示すビットマップを参照してデータブロッ
ク領域２０から空きブロックを探し出し、データブロッ
ク領域２０に空きがある場合にはステップ３９へ進む。

【００５８】ステップ３９では、ステップ３８で見つか
った空きブロックをアドレスブロック領域３０に変更し
てアドレスブロックとして割り当て、管理領域１４中の
アドレスブロック領域３０のビットマップ内で前記割り
当てられたアドレスブロックに対応するビットマップ部
分のビット情報を割り当て済みであることを示すビット
情報に更新する。また前記割り当てられたアドレスブロ
ックのアドレスを管理領域１４のファイル管理テーブル
中に格納する。

【００５９】本実施形態のブロック割り当て処理部２ａ
は、データブロック領域２０が複数ある場合、空きブロ
ックの一番多いデータブロック領域２０のブロックを割
り当てるものとする。

【００６０】データブロック領域２０にも空きブロック
が見つからない場合は、ファイルシステム８に空きブロ
ックが一つも無い状態なのでファイル出力エラーとな
る。

【００６１】ステップ４１では、前記割り当てたアドレ
スブロックにデータブロックのアドレスを記録し、デー
タをデータブロックに出力する。これらの出力処理は、
一旦バッファキャッシュ３に対して行われ、バッファキ
ャッシュ３に対する出力結果は、ユーザプログラム４の
出力要求とは非同期でオペレーティングシステム２によ
りファイルシステム８へ出力される。

【００６２】本実施形態の計算機１１において、オペレ
ーティングシステム２がファイルシステム８への出力処
理中に異常終了し、その計算機１１を再起動させた場合
には、ファイルシステム８の整合性検証処理を開始し、
前記データブロックのアドレスが格納された全てのアド
レスブロックの内容をアドレスブロック領域から読み込
み、その読み込んだデータブロックのアドレスを使って
ファイル９のアドレス情報の整合性を検証する。

【００６３】図５は本実施形態のファイルシステム８の
整合性検証処理の処理手順を示すフローチャートであ
る。図５に示す様に計算機１１のファイルシステム整合
性検証処理部５は、前記データブロックのアドレスが格
納された全てのアドレスブロックの内容をアドレスブロ
ック領域３０から読み込み、その読み込んだデータブロ
ックのアドレスを使ってファイル９のアドレス情報の整
合性を検証する処理を行う。

【００６４】まずステップ５１でファイルシステム整合
性検証処理部５は、ファイルシステム８のシリンダグル
ープ１２毎に整合性検証を実行する。まずシリンダグル
ープ１２の管理領域１４中のアドレスブロック領域３０
のビットマップを読み込んで、このシリンダグループ１
２に属するアドレスブロックの配置を調べる。

【００６５】次にステップ５２では、このシリンダグル
ープ１２に属する割り当て済みのアドレスブロックを全
て読み込み、主記憶装置１に格納する。このとき、アド
レスブロックが連続している部分（例えばブロック３０
１〜ブロック３０５）をまとめて読み込む。アドレスブ
ロックは割り当ての際にアドレスブロック領域３０内に
可能な限り連続する様に割り当てられている為、アドレ
スブロックの割り当て済み領域全体を少ない入力回数で
高速に読み込むことが可能である。

【００６６】次にステップ５３では、前記読み込んだア
ドレスブロックの内容とファイル管理テーブルの内容と
を比較してファイル９のアドレス情報の整合性を検証す
る。シリンダグループ１２が複数ある場合は全てのシリ
ンダグループ１２について（ステップ５１）〜（ステッ
プ５３）の処理を繰り返す（ステップ５４）。

【００６７】前記の様に本実施形態では、データブロッ
クのアドレスをアドレスブロック領域３０に格納してお
り、アドレスブロックはファイルシステム８中に分散す
ること無くアドレスブロック領域３０に局所化するの
で、ファイルシステム８の整合性検証処理でアドレスブ
ロックを読み込む際にはこの局所化したアドレスブロッ
クの入力を行うこととなり、アドレスブロックの入力を
効率化させてファイルシステム８の整合性検証に要する
時間を短縮することが可能である。

【００６８】またアドレスブロック領域３０内の割り当
て済みアドレスブロックの配置を調べて、その配置が連
続していた場合には、割り当て済みの複数のアドレスブ
ロックをまとめて大きなサイズで読み込むことによりア
ドレスブロックの入力回数を減少させて入力性能を向上
させるので、ファイルシステム８の整合性検証に要する
時間を短縮することが可能である。

【００６９】また本実施形態において、データブロック
領域２０に空きブロックが見つからない場合はアドレス
ブロック領域３０の空き領域をデータブロック領域２０
に変更し、アドレスブロック領域３０に空きブロックが
見つからない場合はデータブロック領域２０の空き領域
をアドレスブロック領域３０に変更するので、ファイル
システム作成処理で作成されたデータブロック領域２０
とアドレスブロック領域３０の比率を運用中に最適な値
に変更することができる。

【００７０】以上説明した様に本実施形態の計算機シス
テムによれば、アドレスブロック領域に格納されたデー
タブロックのアドレスを使ってファイルのアドレス情報
の整合性を検証するので、ファイルシステムの整合性検
証に要する時間を短縮させることが可能である。

【００７１】

【発明の効果】本発明によればアドレスブロック領域に
格納されたデータブロックのアドレスを使ってファイル
のアドレス情報の整合性を検証するので、ファイルシス
テムの整合性検証に要する時間を短縮させることが可能
である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本実施形態の計算機システムのシステム構成を
示す図である。

【図２】本実施形態のファイルシステム８の構造を示す
図である。

【図３】本実施形態のファイル出力時のファイルシステ
ム８のブロック割り当てを示す図である。

【図４】本実施形態のファイルシステム８に出力する際
のブロック割り当ての処理手順を示すフローチャートで
ある。

【図５】本実施形態のファイルシステム８の整合性検証
処理の処理手順を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１１…計算機、１０…中央処理装置、１…主記憶装置、
２…オペレーティングシステム、３…バッファキャッシ
ュ、４…ユーザプログラム、６…外部記憶装置、７…パ
ーティション、８…ファイルシステム、９…ファイル、
２ａ…ブロック割り当て処理部、５…ファイルシステム
整合性検証処理部、１３…ファイルシステム作成処理
部、１２…シリンダグループ、１４…管理領域、２０…
データブロック領域、３０…アドレスブロック領域、２
０１〜２１０…ブロック、２１１〜２１５…ブロック、
３０１〜３０５…ブロック、３０６〜３１０…ブロッ
ク。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 小山 和成 神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地 日立ソフトウエアエンジニアリング株式会 社内 (72)発明者 熊▲崎▼ 裕之 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア事業部内 Ｆターム(参考） 5B082 FA01 GB06

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶装置上に構築されたファイルシステ
   ムへアクセスするファイルシステムアクセス方法におい
   て、 ファイルのデータが格納されるデータブロックをデータ
   ブロック領域に割り当て、その割り当てたデータブロッ
   クのアドレスをアドレスブロック領域のアドレスブロッ
   クに格納するステップと、 前記データブロックのアドレスが格納されたアドレスブ
   ロックの内容をアドレスブロック領域から読み込み、そ
   の読み込んだデータブロックのアドレスを使ってファイ
   ルのアドレス情報の整合性を検証するステップとを有す
   ることを特徴とするファイルシステムアクセス方法。
2. 【請求項２】 アドレスブロック領域にアドレスブロッ
   クを割り当てる際に、割り当て済みのアドレスブロック
   と連続する空きブロックを優先して割り当てることを特
   徴とする請求項１に記載されたファイルシステムアクセ
   ス方法。
3. 【請求項３】 前記アドレスブロックの内容をアドレス
   ブロック領域から読み込む際に、連続して配置されてい
   る複数のアドレスブロックの内容をアドレスブロック領
   域からまとめて読み込むことを特徴とする請求項１また
   は請求項２のいずれかに記載されたファイルシステムア
   クセス方法。
4. 【請求項４】 記憶装置上に構築されたファイルシステ
   ムへアクセスする計算機システムにおいて、 ファイルのデータが格納されるデータブロックをデータ
   ブロック領域に割り当て、その割り当てたデータブロッ
   クのアドレスをアドレスブロック領域のアドレスブロッ
   クに格納するブロック割り当て処理部と、 前記データブロックのアドレスが格納されたアドレスブ
   ロックの内容をアドレスブロック領域から読み込み、そ
   の読み込んだデータブロックのアドレスを使ってファイ
   ルのアドレス情報の整合性を検証する整合性検証処理部
   とを備えることを特徴とする計算機システム。
5. 【請求項５】 記憶装置上に構築されたファイルシステ
   ムへアクセスする計算機システムとしてコンピュータを
   機能させる為のプログラムにおいて、 ファイルのデータが格納されるデータブロックをデータ
   ブロック領域に割り当て、その割り当てたデータブロッ
   クのアドレスをアドレスブロック領域のアドレスブロッ
   クに格納するブロック割り当て処理部と、 前記データブロックのアドレスが格納されたアドレスブ
   ロックの内容をアドレスブロック領域から読み込み、そ
   の読み込んだデータブロックのアドレスを使ってファイ
   ルのアドレス情報の整合性を検証する整合性検証処理部
   としてコンピュータを機能させることを特徴とするプロ
   グラム。