JP2546528B2 - 固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納システ ム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、固定長セクタ方式ディ
スクの可変長ブロック格納方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】一般にユーザプログラム内で処理するデ
ータは可変長となる場合が多く、ディスク上のデータも
可変長となるのが通常である。ディスク上に記録される
データの単位をブロックとよび、上記可変長データは可
変長ブロックと呼ぶ。可変長ブロックはブロックの先頭
に当該ブロックのデータ長を持つ。

【０００３】また、ブロックのサイズ範囲はファイル単
位にファイル作成時に最大ブロック長として定義し、デ
ィスク上のファイルラベルに記録され、当該ファイルの
使用開始要求でメモリテーブルに展開され、データ出力
時、要求されたデータ長とメモリテーブル上の最大ブロ
ック長を比較し、最大ブロック長以下の出力を許可する
ようになっている。

【０００４】上記のように出力したデータのあるデータ
に位置付け参照／更新する時、ユーザは出力したデータ
件数によりファイルの先頭からの順次ブロック番号を指
定する。ディスクに対するアドレスの指定はセクタ番号
であることから、通常ブロック番号からセクタ番号に変
換している。

【０００５】この変換はブロック当たりのセクタ数が一
定であれば簡単に求められ変換可能であるが、可変長ブ
ロックのようにブロック当たりのセクタ数が一定でない
場合は、変換は困難である。したがって、図３で示すよ
うにブロックがたとえ１セクタ分で足りる場合でも最大
ブロック長が占めるセクタ数が確保される。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】上述したように、従来
の固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納方式
では未使用セクタが発生し、データの順次処理のみを必
要とするユーザプログラムが処理するファイルでも、デ
ータの格納効率が悪くなるという問題があった。

【０００７】本発明は、上記問題点に鑑み、順次処理を
目的とする可変長ブロック化ファイルのデータ格納効率
を向上させ、入力処理の処理効率についても向上させる
ことを目的とする。

【０００８】

【課題を解決するための手段】第１の発明の固定長セク
タ方式ディスクの可変長ブロック格納システムは、固定
長セクタ方式のディスク装置上の順次処理を目的とする
可変長ブロック化ファイルの入出力処理を行う可変長ブ
ロック格納システムであって、該可変長ブロック化ファ
イルの使用開始要求時において、ディスク上に有するセ
クタサイズ、最大ブロックサイズ、ファイル位置を示す
開始セクタ番号、および終了セクタ番号からなるファイ
ル属性情報をファイル属性管理テーブルに格納するファ
イル属性取得手段と、このファイル属性取得手段を起動
し、このファイル属性取得手段がファイル属性管理テー
ブルに格納した開始セクタ番号をディスクアクセス管理
テーブルに記録するファイル使用開始手段と、前記可変
長ブロック化ファイルの入出力要求時において、入出力
を行う固定セクタ方式のディスク上の複数セクタで構成
され、データの先頭に該ブロックのサイズを有する可変
長ブロックの入出力を行う入出力制御手段と、この入出
力制御手段により起動され、前記ファイル属性管理テー
ブルよりセクタサイズと最大ブロックサイズを得て、入
出力セクタ数を求める入出力セクタ数取得手段と、前記
入出力制御手段による入出力処理完了後、前記入出力制
御手段より起動され、次に入出力を行うブロックのディ
スク上のアドレスを、前記入出力制御手段が取得したセ
クタ数とディスクアクセス管理テーブル内のディスクア
ドレスより求め、ディスクアクセス管理テーブルのディ
スクアドレスを更新する次アクセスディスクアドレス計
算手段から構成されている。

【０００９】第２の発明の固定長セクタ方式ディスクの
可変長ブロック格納システムは、第１の発明の固定長セ
クタ方式ディスクの可変長ブロック格納システムにおい
て、前記入出力セクタ数取得手段より入力処理時に起動
され、バッファ内に存在するブロックが可変長であり、
次ブロックの一部を含むセクタが存在する時、該ブロッ
クをバッファの先頭に移動するバッファ再構成手段を含
む。

【００１０】

【実施例】以下本発明の一実施例について、図を参照し
ながら詳細に説明する。

【００１１】図１を参照すると、本発明の第１の実施例
である固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納
システムは、可変長ブロックで構成される固定セクタ方
式ディスク上のファイルのファイル使用開始要求１と、
該ファイルのファイル使用開始要求１により、ディスク
上に有するファイル属性情報をファイル属性管理テーブ
ル５に展開するファイル属性取得手段３と、このファイ
ル属性取得手段３を起動し、ファイルのディスク上の開
始位置を示す開始セクタ番号を取得し、ディスクアクセ
ス管理テーブル４に記録するファイル使用開始手段２
と、該ファイルの入出力要求９により、入出力を行う固
定セクタ方式のディスク上の複数セクタで構成されるブ
ロックで、データの先頭に該ブロックのサイズを有する
可変長ブロックの入出力を行う入出力制御手段１０と、
この入出力制御手段１０を介し、ディスク１１上のデー
タをメモリに読み込むための領域、またはメモリ上のデ
ータをディスク１１に書き込むための領域であるバッフ
ァ８と、入出力制御手段１０が入出力処理で必要とする
ディスクアドレス、入出力セクタ数、バッファアドレス
のうち、入出力セクタ数をバッファ８内のブロックの先
頭にあるブロック長とファイル属性管理テーブル５より
求める入出力セクタ数取得手段６と、入出力処理完了
後、入出力制御手段１０より起動され、次入出力を行う
ブロックのディスク１１上のアドレスを入出力セクタ数
取得手段６を起動し、取得したセクタ数とディスクアク
セス管理テーブル４内のディスクアドレスより求め、デ
ィスクアクセス管理テーブル４のディスクアドレスを更
新する次アクセスディスクアドレス計算手段７から構成
される。

【００１２】次に本発明の第１の実施例の動作につい
て、図１、図４、図５、図６、図８、図９、および図１
１を参照して説明する。

【００１３】まず、固定セクタ方式ディスク１１上に、
可変長ブロックとして定義されたファイルに対しての、
ファイル使用開始要求処理について説明する。

【００１４】該ファイルに対して入出力要求を行う場
合、まずファイル使用開始要求１は、ファイル使用開始
手段２を呼び出す。

【００１５】ファイル使用開始手段２は、まずファイル
属性取得手段３を呼び出す。

【００１６】ファイル属性取得手段３は、ディスク１１
上の該ファイルのファイル属性情報であるセクタサイ
ズ、最大ブロックサイズ、ファイル位置を示す開始セク
タ番号、および終了セクタ番号をディスク１１よりファ
イル属性管理テーブル５に格納する。

【００１７】ファイル使用開始手段２は、ファイル属性
取得手段３の処理完了後、ファイル属性管理テーブル５
より開始セクタ番号を取得し、ディスクアクセス管理テ
ーブル４に格納する。 以上の処理により、ファイル使
用開始要求処理は完了する。

【００１８】次に、該ファイルに対し出力要求を行う場
合の処理を説明する。

【００１９】出力要求では、ユーザが出力するデータを
バッファ８に格納し、入出力要求９を行う（ステップ５
１）。このときユーザが出力するデータはデータの先頭
に該データのサイズを格納しておく。このデータのサイ
ズが当該データのブロック長となる。入出力要求９はス
テップ５１終了後、入出力制御手段１０を呼び出す。

【００２０】入出力制御手段１０は、まず出力するディ
スク１１上のアドレスをディスクアクセス管理テーブル
４より取得する（ステップ５２）。次に入出力制御手段
１０は、入出力セクタ数取得手段６を呼び出し、出力す
るデータのサイズであるセクタ数を求める（ステップ５
３）。

【００２１】入出力セクタ数取得手段６は、バッファ８
のデータの先頭にあるブロック長を取得し（ステップ８
３）、ファイル属性管理テーブル５よりセクタサイズを
取得する（ステップ８４）。入出力セクタ数取得手段６
はステップ８４終了後、このブロック長とセクタサイズ
より、出力するセクタ数を求める（ステップ８５）。例
えば、ブロック長が１５００バイトでセクタサイズが５
１２バイトである場合ブロック長をセクタサイズで割
り、セクタサイズの整数倍に合わせた値３が出力セクタ
数となる。

【００２２】入出力制御手段１０は、入出力セクタ数取
得手段６により出力セクタ数を求めた後、該ファイル上
に今回出力するデータが出力できるかファイル属性管理
テーブル５より取得したファイルの終了セクタ番号と比
較し（ステップ５４）、ファイルに今回出力できる空き
セクタが存在すれば、すなわちステップ８５において求
めた出力セクタ数が終了セクタ数以下であれば、出力処
理を実行する（ステップ５５）。空きセクタが存在しな
ければ、すなわち出力セクタ数が終了セクタ数より大き
ければ、出力処理を終了する。ステップ５４およびステ
ップ５５において、空きセクタが存在し、出力処理が実
行完了したなら、次出力のためのディスクアドレスを計
算するために、次アクセスアドレス計算手段７を呼び出
す（ステップ５６）。

【００２３】ディスクアドレス計算手段７は、まずディ
スクアクセス管理テーブル４上のディスクアドレスを取
得し（ステップ９１）、入出力セクタ数取得手段６を呼
び出してセクタ数を取得する（ステップ９２）。ディス
クアドレス計算手段７はステップ９２終了後、次ディス
クアドレスを計算し（ステップ９３）、ディスクアクセ
ス管理テーブル４のディスクアドレスを更新する（ステ
ップ９４）。

【００２４】次出力アドレス計算を行った入出力制御手
段１０はディスクアドレス計算手段７の処理完了後、入
出力要求９に対し処理完了を報告し、さらに入出力要求
９が次データの出力を行い、処理が繰り返される。

【００２５】以上の処理により、ディスク１１上のブロ
ック格納イメージは図４のようになり、該ファイルに対
しての出力要求処理が終了する。

【００２６】次に、該ファイルに対し入力要求を行う場
合の処理を説明する。

【００２７】入力要求では、入出力要求９がデータを読
み込むバッファのアドレスを、入出力制御手段１０に渡
す（ステップ６１）。

【００２８】入出力制御手段１０は、まずディスクアク
セス管理テーブル４よりディスクアドレスを取得する
（ステップ６２）。次に入力するセクタ数を求めるため
に入出力セクタ数取得手段６を起動する（ステップ６
３）。

【００２９】入出力セクタ数取得手段６は、ファイル属
性管理テーブル５よりブロックサイズとセクタサイズを
取得し（ステップ８６）、セクタ数を計算する（ステッ
プ８７）。このセクタ数はファイル作成時に定義したブ
ロックサイズから求めたものであり、これから読み込む
ブロックのサイズではない。したがって、これから読み
込むブロックのサイズが小さい場合は、図１１の左図の
ようにその次のブロックの一部を入力する可能性があ
る。

【００３０】入出力制御手段１０は、入出力セクタ数取
得手段６により入力セクタ数を取得した後、該ファイル
の作成時の領域を越えてアクセスしないようにチェック
を行う。まず、該ファイルの残りセクタ数を計算するた
めに、ファイル属性管理テーブル５より取得したファイ
ルの終了セクタ番号に１を加えたものからステップ６２
で得たディスクアドレスを減算する（ステップ６４）。
次にステップ６４の算定結果である残りセクタ数が０以
下か否かを判定し（ステップ６５）、すなわち該ファイ
ルの残りセクタが存在するか否かを判定し、もはや残り
セクタが存在しない場合には、入力処理を終了する。入
出力制御手段１０はステップ６５において該ファイルに
残りセクタが存在すると判定した場合、入出力セクタ数
取得手段６により求めた入力セクタ数と、ステップ６４
の算定結果すなわち該ファイルの残りセクタ数を比較し
（ステップ６６）、入力セクタ数が残りセクタ数より大
きいと判定した場合には、残りセクタ数を入力セクタ数
とする（ステップ６７）。ステップ６６において入力セ
クタ数が残りセクタ数以下であると判定した場合には、
入力セクタ数をそのまま採用する。入力セクタ数を求め
た後、入出力制御要求１０は入力処理を実行し（ステッ
プ６８）、次入力アドレスを求めるために、次アクセス
ディスクアドレス計算手段７を起動する（ステップ６
９）。

【００３１】次アクセスディスクアドレス計算手段７で
は、出力処理と同様に次ディスクアドレスを計算し、デ
ィスクアクセス管理テーブル４に格納する。

【００３２】次アクセスディスクアドレス計算手段７の
処理終了後、入出力制御手段１０は入力要求９にデータ
を返却し、入力要求は入力したデータ処理した後、再
度、入出力制御手段１０を起動し、データ入力が繰り返
される。

【００３３】以上の処理により、図４のように未使用セ
クタが存在しないファイルの入出力処理が可能となり、
該ファイルに対しての入力要求処理が終了する。

【００３４】以上により、本発明の第１の実施例である
固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納システ
ムの処理が完了する。

【００３５】本発明の第１の実施例の固定長セクタ方式
ディスクの可変長ブロック格納システムは、固定長セク
タ方式ディスクの順次処理を目的とする可変長ブロック
形式のファイルの容量効率と入力処理時のアクセス効率
を高めることが可能となる。

【００３６】図２を参照すると、本発明の第２の実施例
の固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納シス
テムは、第１の発明である固定長セクタ方式ディスクの
可変長ブロック格納システムにおいて、入出力セクタ数
取得手段６より入力処理時に起動され、バッファ８内に
存在するブロックが可変長であり、次ブロックの一部を
含むセクタが存在する時、当該ブロックをバッファ８の
先頭に移動するバッファ再構成手段１２を含む。

【００３７】次に本発明の第２の実施例の動作につい
て、図２、図７、図１０、および図１１を参照して説明
する。

【００３８】入力要求では、入出力要求９がデータを読
み込むバッファのアドレスを、入出力制御手段１０に渡
す（ステップ７１）。

【００３９】入出力制御手段１０は、まずディスクアク
セス管理テーブル４よりディスクアドレスを取得する
（ステップ７２）。次に入力するセクタ数を求めるため
に入出力セクタ数取得手段６を起動する（ステップ７
３）。

【００４０】入出力セクタ数取得手段６は、ファイル属
性管理テーブル５よりブロック長とセクタサイズを取得
し（ステップ１０６）、セクタ数を計算する（ステップ
１０７）。このセクタ数はファイル作成時に定義したブ
ロックサイズから求めたものであり、これから読み込む
ブロックのサイズではない。したがって、これから読み
込むブロックのサイズが小さい場合は、図１１の左図の
ようにその次のブロックの一部を入力する可能性があ
る。このような入力はファイルの使用開始要求直後の入
力処理のみとし、すでにバッファ上にデータが存在する
場合は、次入力するブロックがバッファ内に完全なもの
として存在するかどうかチェックし、存在するのであれ
ばＩ／Ｏ実行を行わないように制御するため、以下の方
法をとる。

【００４１】入出力セクタ取得手段６は、まずディスク
アクセス管理テーブル４の有効セクタ数をバッファ内の
残りセクタ数として一時メモリに記憶する（ステップ１
０９）。次にバッファ上の先頭にある入力済ブロックの
ブロック長を取得し（ステップ１０Ａ）、そのブロック
長が有するセクタ数を求める（ステップ１０Ｂ）。次に
ステップ１０９で求めた残りセクタ数からステップ１０
Ｂで求めたセクタ数を減算し（ステップ１０Ｃ）、ステ
ップ１０Ｃの算定結果が０より大きいか否か、すなわち
次入力するブロックがバッファ１１内に存在するか否か
を判定する（ステップ１０Ｄ）。ステップ１０Ｄにおい
て、ステップ１０Ｃの算定結果が０以下である、すなわ
ち次入力するブロックがバッファ１１内に完全なブロッ
クとして存在しないと判定した場合は、入力セクタ数と
してファイル属性管理テーブル５上のブロックサイズと
セクタサイズより求めたセクタ数を返却する（ステップ
１０Ｅ）。また、ディスクアクセス管理テーブル４内の
有効セクタ数にも該セクタ数をセットする（ステップ１
０Ｋ）。

【００４２】入出力セクタ取得手段６は、ステップ１０
Ｄにおいて、ステップ１０Ｃの算定結果が０より大き
い、すなわち次入力するブロックがバッファ１１内に完
全なブロックとして存在すると判定した場合は、まずス
テップ１０Ｃの算定結果を残りセクタ数とし（ステップ
１０Ｇ）、バッファ再構成手段１２を呼び出し（ステッ
プ１０Ｈ）、図１１のように今回入力するブロックをバ
ッファの先頭から始まるように移動し、さらにディスク
アクセス管理テーブル４の有効セクタ数の変更を行う
（ステップ１０Ｉ）。入出力セクタ取得手段６はステッ
プ１０Ｉ終了後ステップ１０Ａに戻り、再度バッファの
先頭に移動したブロックが完全であるか否かを判定し、
完全であると判定した場合、入力セクタ数に０をセット
し返却する（ステップ１０Ｊ）。不完全であると判定し
た場合、上述の通り、入力セクタ数としてファイル属性
管理テーブル５上のブロックサイズとセクタサイズより
求めたセクタ数を返却し（ステップ１０Ｅ）、さらにデ
ィスクアクセス管理テーブル４内の有効セクタ数にも、
該セクタ数をセットする（ステップ１０Ｋ）。

【００４３】入力セクタ数を取得した入出力制御手段１
０は、入力セクタ数が０であるか否かを判定し、入力セ
クタ数が０であると判定した場合、次アクセスディスク
アドレス計算手段７を呼び出し、次ディスクアドレスを
求め処理を完了する。入出力制御手段１０の完了通知を
受けた入出力要求はデータを処理し、再度入出力制御手
段１０を呼び出し処理を繰り返す。

【００４４】入力セクタ数が０でないと判定した場合
は、当該ファイルの作成時の領域を越えてアクセスしな
いようにチェックを行う（ステップ７４、７５、７
６）。まず、該ファイルの残りセクタ数を計算するため
に、ファイル属性管理テーブル５より取得したファイル
の終了セクタ番号に１を加えたものからディスクアクセ
ス管理テーブル４より取得したディスクアドレスを減算
する（ステップ７４）。次にステップ７４の算定結果で
ある残りセクタ数が０以下か否かを判定し（ステップ７
５）、すなわち該ファイルの残りセクタが存在するか否
かを判定し、もはや残りセクタが存在しない場合には、
入力処理を終了する。入出力制御手段１０はステップ７
５において該ファイルに残りセクタが存在すると判定し
た場合、入出力セクタ数取得手段６により求めた入力セ
クタ数と、ステップ７４の算定結果すなわち該ファイル
の残りセクタ数を比較し（ステップ７６）、入力セクタ
数が残りセクタ数より大きいと判定した場合には、残り
セクタ数を入力セクタ数とする（ステップ７７）。ステ
ップ７６において入力セクタ数が残りセクタ数以下であ
ると判定した場合には、入力セクタ数をそのまま採用す
る。入力セクタ数を求めた後、入出力制御要求１０は入
力処理を実行し（ステップ７８）、次入力アドレスを求
めるために、次アクセスディスクアドレス計算手段７を
起動する（ステップ７９）。

【００４５】次アクセスディスクアドレス計算手段７で
は、出力処理と同様に次ディスクアドレスを計算し、デ
ィスクアクセス管理テーブル４に格納する。

【００４６】次アクセスディスクアドレス計算手段７の
処理終了後、入出力制御手段１０は入力要求９にデータ
を返却し、入力要求は入力したデータ処理した後、再
度、入出力制御手段１０を起動し、データ入力が繰り返
される。

【００４７】以上により、本発明の第２の実施例である
固定長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納システ
ムであるファイルに対しての入力要求処理が完了する。

【００４８】本発明の第２の実施例である固定長セクタ
方式ディスクの可変長ブロック格納システムは、ブロッ
ク長が小さく、バッファ内にｎブロック分のデータが存
在する時、無駄な入出力操作を行わないため、アクセス
効率を高めることが可能となる効果を有している。

【００４９】

【発明の効果】以上説明したように、本発明の固定長セ
クタ方式ディスクの可変長ブロック格納システムは、固
定長セクタ方式ディスクの順次処理を目的とする可変長
ブロック形式のファイルの容量効率と入力処理時のアク
セス効率を高めることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は、本発明の第１の実施例を示すブロック
図である。

【図２】図２は、本発明の第２の実施例を示すブロック
図である。

【図３】図３は、本発明の第１および第２の実施例にお
ける従来の固定セクタ方式ディスクに作成される可変長
ブロック形式ファイルのブロック格納形式を示す図であ
る。

【図４】図４は、本発明の第１および第２の実施例にお
ける固定セクタ方式ディスクに作成される可変長ブロッ
ク形式ファイルのブロック格納形式を示すブロック図で
ある。

【図５】図５は、本発明の第１の実施例における入出力
要求９、入出力制御手段１０の処理をを示す流れ図であ
る。

【図６】図６は、本発明の第１の実施例における入出力
要求９、入出力制御手段１０の処理をを示す流れ図であ
る。

【図７】図７は、本発明の第２の実施例における入出力
要求９、入出力制御手段１０の処理を示す流れ図であ
る。

【図８】図８は、本発明の第１の実施例における入出力
セクタ数取得手段６の流れ図である。

【図９】図９は、本発明の第１の実施例におけるディス
クアドレス計算手段７の流れ図である。

【図１０】図１０は、本発明の第２の実施例における入
出力セクタ数取得手段６の流れ図である。

【図１１】図１１は、本発明の第２の実施例におけるバ
ッファ再構成手段１２の処理を示す図である。

【符号の説明】

１ ファイル使用開始要求 ２ ファイル使用開始手段 ３ ファイル属性取得手段 ４ ディスクアクセス管理テーブル ５ ファイル属性管理テーブル ６ 入出力セクタ数取得手段 ７ 次アクセスディスクアドレス計算手段 ８ バッファ ９ 入出力要求 １０ 入出力制御手段 １１ ディスク １２ バッファ再構成手段

Claims (2)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 固定長セクタ方式のディスク装置上の順
   次処理を目的とする可変長ブロック化ファイルの入出力
   処理を行う可変長ブロック格納システムであって、 該可変長ブロック化ファイルの使用開始要求時におい
   て、ディスク上に有するセクタサイズ、最大ブロックサ
   イズ、ファイル位置を示す開始セクタ番号、および終了
   セクタ番号を有するファイル属性情報をファイル属性管
   理テーブルに格納するファイル属性取得手段と、 このファイル属性取得手段を起動し、このファイル属性
   取得手段がファイル属性管理テーブルに格納した開始セ
   クタ番号をディスクアクセス管理テーブルに記録するフ
   ァイル使用開始手段と、 前記可変長ブロック化ファイルの入出力要求時におい
   て、入出力を行う固定セクタ方式のディスク上の複数セ
   クタで構成され、データの先頭に該ブロックのサイズを
   有する可変長ブロックの入出力を行う入出力制御手段
   と、 この入出力制御手段により起動され、前記ファイル属性
   管理テーブルよりセクタサイズと最大ブロックサイズを
   得て、入出力セクタ数を求める入出力セクタ数取得手段
   と、 前記入出力制御手段による入出力処理完了後、前記入出
   力制御手段より起動され、次に入出力を行うブロックの
   ディスク上のアドレスを、前記入出力制御手段が取得し
   たセクタ数とディスクアクセス管理テーブル内のディス
   クアドレスより求め、ディスクアクセス管理テーブルの
   ディスクアドレスを更新する次アクセスディスクアドレ
   ス計算手段とを備えることを特徴とする固定長セクタ方
   式ディスクの可変長ブロック格納システム。
2. 【請求項２】 前記入出力セクタ数取得手段より入力処
   理時に起動され、バッファ内に存在するブロックが可変
   長であり、次ブロックの一部を含むセクタが存在する
   時、該ブロックをバッファの先頭に移動するバッファ再
   構成手段を備えることを特徴とする請求項１記載の固定
   長セクタ方式ディスクの可変長ブロック格納システム。