JP2679761B2 - データ管理システム - Google Patents
データ管理システムInfo
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- JP2679761B2 JP2679761B2 JP62244694A JP24469487A JP2679761B2 JP 2679761 B2 JP2679761 B2 JP 2679761B2 JP 62244694 A JP62244694 A JP 62244694A JP 24469487 A JP24469487 A JP 24469487A JP 2679761 B2 JP2679761 B2 JP 2679761B2
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
〔概 要〕
計算機における、階層構造を形成するファイルのディ
レクトリ管理に関し、ディレクトリ検索における、所要
アクセス時間を一様に短縮することを目的とし、 階層構造を形成する各ノードが有する下位ノードへの
管理情報を記憶装置に格納する際に、同一階層の複数の
ノードの管理情報を、入出力の単位を構成する記録ブロ
ックに、まとめて書き込むようにし、 前記記憶装置に格納した管理情報を用いて、所望のノー
ドを検索する際には、最上位の階層のノードの管理情報
を格納した記憶ブロックから当該ノードの階層レベルの
ノードの管理情報を格納したブロックまでを順次読み込
んで検索するように構成する。 〔産業上の利用分野〕 本発明は、計算機における、ファイルを管理するため
の木構造ディレクトリを構成する方式に関する。 〔従来の技術〕 公知のように、例えば第２図のようないわゆる木構造
のディレクトリが、ファイルの管理にしばしば使用され
る。 第２図は３階層の木構造の例であって、Ａは木構造ご
とに１つあるルート階層のノードであり、B1、B2〜B
8は、ノードＡとつながる第２階層のノードであり、C1
〜C8、D1〜D8、……、J1〜J8等は、それぞれ第２階層の
ノードの１つにつながり、木構造の末端の第３階層をな
すリーフである。 こゝで、上記のＡ、B1〜B8、C1〜C8等は、ノード又は
リーフの名前を示すものとし、ディレクトリの各リーフ
を各ファイルにそれぞれ対応させて、例えばリーフD8に
対応するファイルのファイル名を「A.B2.D7」のように
する。 第３図は、計算機の構成例を示し、処理装置１が磁気
ディスク記憶装置等からなる記憶装置２に格納された、
ディレクトリ・ファイル４によって管理するようにした
ファイル群３の、指定されたファイル名のファイルにア
クセスする場合には、先ずディレクトリ４にアクセスす
る。 その場合に、指定のファイル名に従ってディレクトリ
・ファイル４の保持するディレクトリ情報を順次読み出
して走査し、ファイル名で指定されたリーフに到達する
ことにより、そのリーフの情報によってファイルの所在
位置を決定して、ファイルへのアクセスを実行する。 公知のように、記憶装置２の情報を格納する場合に
は、一般に記憶ブロック５のように、適当に定めた大き
さの記憶領域で、一括して読出し／書込みの単位となる
ブロックを設け、それらに分割して格納する必要があ
る。 従って、ディレクトリ・ファイル４のディレクトリ情
報の場合には、第２図に例示したディレクトリに対応す
る情報を、例えば第４図に示すようにノード間のリンク
に従い、リーフのグループに着目してノード及びリーフ
の情報を配列する。 第４図は各記憶ブロックに８個までのノード又はリー
フのディレクトリ情報を記憶できる場合の例であり、1
1、12〜15はそれぞれ第３図の記憶ブロック５の具体的
な内容の例である。 図において、各ノード又はリーフの名前を表示した各
々の枡は、そのディレクトリ情報が記憶されるレコード
を示すものとし、各レコードのディレクトリ情報は、例
えば第５図に示すように当該ノード又はリーフの名前の
欄30と、ノードの場合の、そのノードにリンクを持つ次
の階層の先頭のノード又はリーフへのポインタ31、及び
同一の上位ノードにリンクを持つ同じ階層の隣接ノード
又はリーフへのポインタ32、及びリーフの場合の対応す
るファイルへのポインタその他の情報33からなる。 従って、例えばファイル名「A.B2.D8」が指定された
場合に処理装置１は、記憶装置２のディレクトリ・ファ
イル４から先ずルートのある記憶ブロック11を読み出
し、次に記憶ブロック12を、更に記憶ブロック13を読み
出して、 Ａ→B1→B2→D1→D2→……→D5→D6→……→D8 のようにディレクトリ情報を走査することによりリーフ
D8に対応するファイルにアクセスるための情報を得る。 〔発明が解決しようとする問題点〕 前記の場合には、目的のリーフのディレクトリ情報に
到達するのに、ディレクトリ・ファイルの記憶ブロック
を３回読み込んだが、第４図から明らかなように、もし
リーフC1〜C6であれば１記憶ブロックの読み込みで走査
を完了する。 しかし、リーフJ1〜J7てあれば、 Ａ→B1→B2→……→B7→B8→J1→…… のように走査するために、記憶ブロックを９回読み込む
ことが必要になる。 ディレクトリ検索の所要時間は記憶ブロック読み込み
の入出力実行時間が大部分であるので、前記のように読
み込み回数が異なれば、例えば第２図における左方のリ
ーフほど走査が早く、右端のリーフでは所要時間が非常
に大きくなる。 従って、ファイルのアクセス頻度が既知の場合には、
例えばいわゆるシステムジェネレーション等においてデ
ィレクトリを創成する際に、頻度の高いファイルほど第
２図の左方のリーフに対応するようにディレクトリを設
定する。 しかし、ファイルの利用頻度に大きな相違が無いよう
な計算機では、ディレクトリの右方に置かれたファイル
へのアクセスが不当に遅延してサービスに偏りを生じ、
且つファイルアクセスの平均処理時間を増大させるとい
う問題がある。 又、ファイルが新設されてディレクトリの枝を増やす
場合には、図の右方に追加されることになるので、新設
ファイルへのアクセスが多く、且つファイルの新設がし
ばしば行われるような環境では、利用の多いファイルほ
どアクセス時間が長いという結果になって、計算機の処
理効率を低下させるという問題が生じる。 本発明は、ディレクトリ検索における所要アクセス時
間を一様に短縮することを目的とする。 〔問題点を解決するための手段〕 第１図は、本発明の構成を示すブロック図である。 図はディレクトリの構成を示し、21〜25はディレクト
リ・ファイルを構成する記憶ブロックである。 〔作 用〕 木構造ディレクトリを格納する場合に、第１の記憶ブ
ロック21には第１階層のルートのノードのディレクトリ
情報を格納する。 ルートノードのディレクトリ情報のポインタで指示さ
れる第２の記憶ブロック22には、ルートノードに接続す
る第２階層のノードのディレクトリ情報を格納する。 第２階層の各ノードのディレクトリ情報のポインタで
指示される各記憶ブロック23〜25等には、その各ノード
に接続する第３階層ノード又はリーフのディレクトリ情
報を格納する。 第３階層がノードの場合には、前記と同様にして、ノ
ードごとにそれぞれ指示する記憶ブロックに、そのノー
ドに接続する第４階層のノード又はリーフのディレクト
リ情報を格納し、以下下位階層があれば前記と同様にす
る。 以上の構成方式のディレクトリにより、ディレクトリ
上のルートノードからリーフに至るまでの走査で、読み
込みを要する記憶ブロックの個数を、すべてのリーフに
ついてほぼ同一にすることができる。 〔実施例〕 第１図の各記憶ブロック21〜25は、例えばそれぞれ40
96バイトの長さのブロックとし、例えば少なくとも８個
のノード又はリーフのディレクトリ情報を保持できる容
量を持つものとする。 第１図に示す、各記憶ブロック21〜15の内容は、第２
図に例示したディレクトリに対応する例であって、記憶
ブロック21にルートのノードＡの情報を格納して、その
ポインタで直ぐ下位の階層の先頭のノードB1を指示す
る。 ノードB1〜B8は、同じノードＡにリンクを持つ同階層
のノードであるので、同じ記憶ブロック22に格納し、従
来のようにノードB1のディレクトリ情報には、B1にリン
クをもつ下位階層のノード群の先頭のノードC1へのポイ
ンタと、同階層の次のノードB2へのポインタがあり、ノ
ードB2以下についても同様である。 このようにして、一括して格納すべきノードのディレ
クトリ情報を、図示のようにすべて１記憶ブロックに収
容できる場合はそのようにし、適当な空き記憶領域が残
る場合には、階層のノードの追加等に対処するための予
備領域としておく。但し、空き領域が十分大きいような
場合には、１記憶ブロックに２群のノード又はリーフを
格納するようにしてもよい。 又、もし一括して格納すべきノードが多くて、１記憶
ブロックに入らない場合には、２以上の記憶ブロックに
分割する。 即ち、隣接のノード又はリーフとして順次ポインタで
指示される関係にある同一階層のノード又はリーフの群
を一括して、なるべく少数の（可能な限り１個の）記憶
ブロックに格納することが必要な条件である。 なお、図では各ノードの情報を同一のデータ長として
示してあるが、各ノードで必要とする異なる長さの領域
をとるようにしてもよい。 次に、B1にリンクをもつ下位階層のリーフ群C1〜C8の
ディレクトリ情報を、一括して記憶ブロック23に格納
し、B2にリンクをもつ下位階層のリーフ群D1〜D8のディ
レクトリ情報を、一括して記憶ブロック24に格納し、こ
のように各ノードB1〜B8にそれぞれリンクを持つリーフ
群ごとに一括して１記憶ブロックに格納し、最後のノー
ドB8に接続するリーフ群J1〜J8のディレクトリ情報を記
憶ブロック25に格納する。 以上のようにディレクトリを構成した場合には、例え
ばファイル名「A.B1.C1」の検索では、 ＡB1C1 ファイル名「A.B8.J8」の検索では、 ＡB1→B2……→B8J1→J2……→J8 のように走査する。なお、前記で白抜きの矢印は記憶ブ
ロックの読み込みを要することを表す。 この例で明らかなように、何れのリーフの場合にも記
憶ブロックの読み込みは３回でよく、一様にアクセス時
間を短縮することができる。 〔発明の効果〕 以上の説明から明らかなように本発明によれば、計算
機のファイルを管理するための木構造ディレクトリにお
いて、ディレクトリ検索における、所要アクセス時間を
一様に短縮して、処理効率を改善するという著しい工業
的効果がある。
レクトリ管理に関し、ディレクトリ検索における、所要
アクセス時間を一様に短縮することを目的とし、 階層構造を形成する各ノードが有する下位ノードへの
管理情報を記憶装置に格納する際に、同一階層の複数の
ノードの管理情報を、入出力の単位を構成する記録ブロ
ックに、まとめて書き込むようにし、 前記記憶装置に格納した管理情報を用いて、所望のノー
ドを検索する際には、最上位の階層のノードの管理情報
を格納した記憶ブロックから当該ノードの階層レベルの
ノードの管理情報を格納したブロックまでを順次読み込
んで検索するように構成する。 〔産業上の利用分野〕 本発明は、計算機における、ファイルを管理するため
の木構造ディレクトリを構成する方式に関する。 〔従来の技術〕 公知のように、例えば第２図のようないわゆる木構造
のディレクトリが、ファイルの管理にしばしば使用され
る。 第２図は３階層の木構造の例であって、Ａは木構造ご
とに１つあるルート階層のノードであり、B1、B2〜B
8は、ノードＡとつながる第２階層のノードであり、C1
〜C8、D1〜D8、……、J1〜J8等は、それぞれ第２階層の
ノードの１つにつながり、木構造の末端の第３階層をな
すリーフである。 こゝで、上記のＡ、B1〜B8、C1〜C8等は、ノード又は
リーフの名前を示すものとし、ディレクトリの各リーフ
を各ファイルにそれぞれ対応させて、例えばリーフD8に
対応するファイルのファイル名を「A.B2.D7」のように
する。 第３図は、計算機の構成例を示し、処理装置１が磁気
ディスク記憶装置等からなる記憶装置２に格納された、
ディレクトリ・ファイル４によって管理するようにした
ファイル群３の、指定されたファイル名のファイルにア
クセスする場合には、先ずディレクトリ４にアクセスす
る。 その場合に、指定のファイル名に従ってディレクトリ
・ファイル４の保持するディレクトリ情報を順次読み出
して走査し、ファイル名で指定されたリーフに到達する
ことにより、そのリーフの情報によってファイルの所在
位置を決定して、ファイルへのアクセスを実行する。 公知のように、記憶装置２の情報を格納する場合に
は、一般に記憶ブロック５のように、適当に定めた大き
さの記憶領域で、一括して読出し／書込みの単位となる
ブロックを設け、それらに分割して格納する必要があ
る。 従って、ディレクトリ・ファイル４のディレクトリ情
報の場合には、第２図に例示したディレクトリに対応す
る情報を、例えば第４図に示すようにノード間のリンク
に従い、リーフのグループに着目してノード及びリーフ
の情報を配列する。 第４図は各記憶ブロックに８個までのノード又はリー
フのディレクトリ情報を記憶できる場合の例であり、1
1、12〜15はそれぞれ第３図の記憶ブロック５の具体的
な内容の例である。 図において、各ノード又はリーフの名前を表示した各
々の枡は、そのディレクトリ情報が記憶されるレコード
を示すものとし、各レコードのディレクトリ情報は、例
えば第５図に示すように当該ノード又はリーフの名前の
欄30と、ノードの場合の、そのノードにリンクを持つ次
の階層の先頭のノード又はリーフへのポインタ31、及び
同一の上位ノードにリンクを持つ同じ階層の隣接ノード
又はリーフへのポインタ32、及びリーフの場合の対応す
るファイルへのポインタその他の情報33からなる。 従って、例えばファイル名「A.B2.D8」が指定された
場合に処理装置１は、記憶装置２のディレクトリ・ファ
イル４から先ずルートのある記憶ブロック11を読み出
し、次に記憶ブロック12を、更に記憶ブロック13を読み
出して、 Ａ→B1→B2→D1→D2→……→D5→D6→……→D8 のようにディレクトリ情報を走査することによりリーフ
D8に対応するファイルにアクセスるための情報を得る。 〔発明が解決しようとする問題点〕 前記の場合には、目的のリーフのディレクトリ情報に
到達するのに、ディレクトリ・ファイルの記憶ブロック
を３回読み込んだが、第４図から明らかなように、もし
リーフC1〜C6であれば１記憶ブロックの読み込みで走査
を完了する。 しかし、リーフJ1〜J7てあれば、 Ａ→B1→B2→……→B7→B8→J1→…… のように走査するために、記憶ブロックを９回読み込む
ことが必要になる。 ディレクトリ検索の所要時間は記憶ブロック読み込み
の入出力実行時間が大部分であるので、前記のように読
み込み回数が異なれば、例えば第２図における左方のリ
ーフほど走査が早く、右端のリーフでは所要時間が非常
に大きくなる。 従って、ファイルのアクセス頻度が既知の場合には、
例えばいわゆるシステムジェネレーション等においてデ
ィレクトリを創成する際に、頻度の高いファイルほど第
２図の左方のリーフに対応するようにディレクトリを設
定する。 しかし、ファイルの利用頻度に大きな相違が無いよう
な計算機では、ディレクトリの右方に置かれたファイル
へのアクセスが不当に遅延してサービスに偏りを生じ、
且つファイルアクセスの平均処理時間を増大させるとい
う問題がある。 又、ファイルが新設されてディレクトリの枝を増やす
場合には、図の右方に追加されることになるので、新設
ファイルへのアクセスが多く、且つファイルの新設がし
ばしば行われるような環境では、利用の多いファイルほ
どアクセス時間が長いという結果になって、計算機の処
理効率を低下させるという問題が生じる。 本発明は、ディレクトリ検索における所要アクセス時
間を一様に短縮することを目的とする。 〔問題点を解決するための手段〕 第１図は、本発明の構成を示すブロック図である。 図はディレクトリの構成を示し、21〜25はディレクト
リ・ファイルを構成する記憶ブロックである。 〔作 用〕 木構造ディレクトリを格納する場合に、第１の記憶ブ
ロック21には第１階層のルートのノードのディレクトリ
情報を格納する。 ルートノードのディレクトリ情報のポインタで指示さ
れる第２の記憶ブロック22には、ルートノードに接続す
る第２階層のノードのディレクトリ情報を格納する。 第２階層の各ノードのディレクトリ情報のポインタで
指示される各記憶ブロック23〜25等には、その各ノード
に接続する第３階層ノード又はリーフのディレクトリ情
報を格納する。 第３階層がノードの場合には、前記と同様にして、ノ
ードごとにそれぞれ指示する記憶ブロックに、そのノー
ドに接続する第４階層のノード又はリーフのディレクト
リ情報を格納し、以下下位階層があれば前記と同様にす
る。 以上の構成方式のディレクトリにより、ディレクトリ
上のルートノードからリーフに至るまでの走査で、読み
込みを要する記憶ブロックの個数を、すべてのリーフに
ついてほぼ同一にすることができる。 〔実施例〕 第１図の各記憶ブロック21〜25は、例えばそれぞれ40
96バイトの長さのブロックとし、例えば少なくとも８個
のノード又はリーフのディレクトリ情報を保持できる容
量を持つものとする。 第１図に示す、各記憶ブロック21〜15の内容は、第２
図に例示したディレクトリに対応する例であって、記憶
ブロック21にルートのノードＡの情報を格納して、その
ポインタで直ぐ下位の階層の先頭のノードB1を指示す
る。 ノードB1〜B8は、同じノードＡにリンクを持つ同階層
のノードであるので、同じ記憶ブロック22に格納し、従
来のようにノードB1のディレクトリ情報には、B1にリン
クをもつ下位階層のノード群の先頭のノードC1へのポイ
ンタと、同階層の次のノードB2へのポインタがあり、ノ
ードB2以下についても同様である。 このようにして、一括して格納すべきノードのディレ
クトリ情報を、図示のようにすべて１記憶ブロックに収
容できる場合はそのようにし、適当な空き記憶領域が残
る場合には、階層のノードの追加等に対処するための予
備領域としておく。但し、空き領域が十分大きいような
場合には、１記憶ブロックに２群のノード又はリーフを
格納するようにしてもよい。 又、もし一括して格納すべきノードが多くて、１記憶
ブロックに入らない場合には、２以上の記憶ブロックに
分割する。 即ち、隣接のノード又はリーフとして順次ポインタで
指示される関係にある同一階層のノード又はリーフの群
を一括して、なるべく少数の（可能な限り１個の）記憶
ブロックに格納することが必要な条件である。 なお、図では各ノードの情報を同一のデータ長として
示してあるが、各ノードで必要とする異なる長さの領域
をとるようにしてもよい。 次に、B1にリンクをもつ下位階層のリーフ群C1〜C8の
ディレクトリ情報を、一括して記憶ブロック23に格納
し、B2にリンクをもつ下位階層のリーフ群D1〜D8のディ
レクトリ情報を、一括して記憶ブロック24に格納し、こ
のように各ノードB1〜B8にそれぞれリンクを持つリーフ
群ごとに一括して１記憶ブロックに格納し、最後のノー
ドB8に接続するリーフ群J1〜J8のディレクトリ情報を記
憶ブロック25に格納する。 以上のようにディレクトリを構成した場合には、例え
ばファイル名「A.B1.C1」の検索では、 ＡB1C1 ファイル名「A.B8.J8」の検索では、 ＡB1→B2……→B8J1→J2……→J8 のように走査する。なお、前記で白抜きの矢印は記憶ブ
ロックの読み込みを要することを表す。 この例で明らかなように、何れのリーフの場合にも記
憶ブロックの読み込みは３回でよく、一様にアクセス時
間を短縮することができる。 〔発明の効果〕 以上の説明から明らかなように本発明によれば、計算
機のファイルを管理するための木構造ディレクトリにお
いて、ディレクトリ検索における、所要アクセス時間を
一様に短縮して、処理効率を改善するという著しい工業
的効果がある。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の構成を示すブロック図、
第２図はディレクトリの一例を示す図、
第３図は計算機の構成例ブロック図、
第４図は従来のディレクトリ構成例を示す図
第５図はディレクトリ情報の内容の説明図
である。
図において、
１は処理装置、２は記憶装置、
３はファイル群、４はディレクトリ、
５、11〜15、21〜25は記憶ブロック
を示す。
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(56)参考文献 「インターフェース」 Ｎｏ．97
（1985年６月号） ＣＱ出版社、Ｐ.
223−237
「マイコンピュータ」 Ｎｏ．20
（1986年３月１日） ＣＱ出版社、Ｐ.
149−161
Claims (1)
- (57)【特許請求の範囲】 １．階層構造を形成する各ノードが有する下位ノードへ
の管理情報を管理するデータ管理システムにおいて、 管理情報を記憶装置に格納する際に、同一の階層の複数
のノードの管理情報を、入出力の単位を構成する記憶ブ
ロックに、まとめて書き込むように制御する格納手段
と、 前記記憶装置に格納した管理情報を用いて、所望のノー
ドを検索する際には、最上位の階層のノードの管理情報
を格納した記憶ブロックから当該ノードの階層レベルの
ノードの管理情報を格納した記憶ブロックまでを順次読
み込んで検索する手段とを備えたことを特徴とするデー
タ管理システム
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62244694A JP2679761B2 (ja) | 1987-09-29 | 1987-09-29 | データ管理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62244694A JP2679761B2 (ja) | 1987-09-29 | 1987-09-29 | データ管理システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6488652A JPS6488652A (en) | 1989-04-03 |
| JP2679761B2 true JP2679761B2 (ja) | 1997-11-19 |
Family
ID=17122546
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62244694A Expired - Fee Related JP2679761B2 (ja) | 1987-09-29 | 1987-09-29 | データ管理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2679761B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6256642B1 (en) * | 1992-01-29 | 2001-07-03 | Microsoft Corporation | Method and system for file system management using a flash-erasable, programmable, read-only memory |
-
1987
- 1987-09-29 JP JP62244694A patent/JP2679761B2/ja not_active Expired - Fee Related
Non-Patent Citations (2)
| Title |
|---|
| 「インターフェース」 Ｎｏ．９７ （１９８５年６月号） ＣＱ出版社、Ｐ．２２３−２３７ |
| 「マイコンピュータ」 Ｎｏ．２０ （１９８６年３月１日） ＣＱ出版社、Ｐ．１４９−１６１ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS6488652A (en) | 1989-04-03 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |