JPH02118856A - ファイル制御方式 - Google Patents
ファイル制御方式Info
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- JPH02118856A JPH02118856A JP63272059A JP27205988A JPH02118856A JP H02118856 A JPH02118856 A JP H02118856A JP 63272059 A JP63272059 A JP 63272059A JP 27205988 A JP27205988 A JP 27205988A JP H02118856 A JPH02118856 A JP H02118856A
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- 238000003860 storage Methods 0.000 claims abstract description 39
- 238000012217 deletion Methods 0.000 claims abstract description 7
- 230000037430 deletion Effects 0.000 claims abstract description 7
- 238000005457 optimization Methods 0.000 claims description 19
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 9
- 230000014759 maintenance of location Effects 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
- 230000001174 ascending effect Effects 0.000 description 2
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000001788 irregular Effects 0.000 description 2
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は情報処理におけるファイル管理に利用する。本
発明は補助記憶装置の空きブロックを管理するファイル
制御方式に関する。
発明は補助記憶装置の空きブロックを管理するファイル
制御方式に関する。
本発明は空きブロック管理の制御を行うファイル制御方
式において、 補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロッ
ク管理テーブルを必要な時点あるいは定期的に最適化し
なおし空きブロック管理テーブルを更新することにより
、 ファイルの読み取りや書き込みにおける補助記憶装置へ
のアクセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速
化できるようにしたものである。
式において、 補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロッ
ク管理テーブルを必要な時点あるいは定期的に最適化し
なおし空きブロック管理テーブルを更新することにより
、 ファイルの読み取りや書き込みにおける補助記憶装置へ
のアクセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速
化できるようにしたものである。
従来、補助記憶装置の空きブロック管理は初期化された
直後においては昇順のブロック番号順に行っており、こ
のブロック番号は補助記憶装置内の物理ブロックと１対
１に対応している。
直後においては昇順のブロック番号順に行っており、こ
のブロック番号は補助記憶装置内の物理ブロックと１対
１に対応している。
この補助記憶装置に新たなファイルを作成する場合には
、空きブロック管理テーブルから必要なブロック数だけ
順次使用してゆき、以後新たにファイルが作成されると
次の空きブロックから必要なブロック数だけ使用し、ま
た、以前に作成されたファイルが使用済になった場合に
は、そのファイルが使用していたブロックを解放して空
きブロック管理テーブルに戻す方式がとられている。
、空きブロック管理テーブルから必要なブロック数だけ
順次使用してゆき、以後新たにファイルが作成されると
次の空きブロックから必要なブロック数だけ使用し、ま
た、以前に作成されたファイルが使用済になった場合に
は、そのファイルが使用していたブロックを解放して空
きブロック管理テーブルに戻す方式がとられている。
このような従来の方式は、システム運用中はファイルの
作成、削除が繰り返されるために空きブロック管理テー
ブル内のブロック番号が大小ばらばらな状態になり、従
って、このような状態になった空きブロック管理テーブ
ルを基にファイルを作成すると、そのファイルが作成さ
れるブロックは補助記憶装置内の不規則なブロック番号
順に作成されることになる。
作成、削除が繰り返されるために空きブロック管理テー
ブル内のブロック番号が大小ばらばらな状態になり、従
って、このような状態になった空きブロック管理テーブ
ルを基にファイルを作成すると、そのファイルが作成さ
れるブロックは補助記憶装置内の不規則なブロック番号
順に作成されることになる。
このような従来の方式では、空きブロック管理テーブル
が管理しているブロック番号が不規則な編成になってし
まっており、この空きブロック管理テーブルを基に作成
された大きなサイズのファイルに対してデータの書き込
み、読み出しを行うと、ブロック番号が不規則になって
いるために補助記憶装置のアクセス効率が悪くなり、シ
ステムの性能が悪くなる欠点がある。
が管理しているブロック番号が不規則な編成になってし
まっており、この空きブロック管理テーブルを基に作成
された大きなサイズのファイルに対してデータの書き込
み、読み出しを行うと、ブロック番号が不規則になって
いるために補助記憶装置のアクセス効率が悪くなり、シ
ステムの性能が悪くなる欠点がある。
本発明はこのような欠点を除去するもので、ファイルの
入出力要求を行ったときに補助記憶装置のクロックアク
セス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速化する
ことができる方式を提供することを目的とする。
入出力要求を行ったときに補助記憶装置のクロックアク
セス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速化する
ことができる方式を提供することを目的とする。
本発明は、複数の補助記憶装置に接続され、情報の入出
力を制御する入出力制御手段と、上記補助記憶装置の空
きブロックの情報を管理する空きブロック管理テーブル
と、入出力装置およびプログラム手段からの要求により
ファイル管理を制御するファイル制御手段とを備えたフ
ァイル制御方式において、上記ファイル制御手段に、上
記入出力装置および上記プログラム手段から発行された
ファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読み
出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを解
釈する手段を含み、空きブロック最適化要求を認識して
上記空きブロック管理テーブルを再編成しなおし上記空
きブロック管理テーブルを更新する空きブロック最適化
制御手段を備えたことを特徴とする。
力を制御する入出力制御手段と、上記補助記憶装置の空
きブロックの情報を管理する空きブロック管理テーブル
と、入出力装置およびプログラム手段からの要求により
ファイル管理を制御するファイル制御手段とを備えたフ
ァイル制御方式において、上記ファイル制御手段に、上
記入出力装置および上記プログラム手段から発行された
ファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読み
出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを解
釈する手段を含み、空きブロック最適化要求を認識して
上記空きブロック管理テーブルを再編成しなおし上記空
きブロック管理テーブルを更新する空きブロック最適化
制御手段を備えたことを特徴とする。
ファイルを割り当てるときに、ファイル制御手段が入出
力装置とプログラム手段から発行されたファイル作成、
削除およびファイルに対するデータ読み出し、書き込み
要求と、空きブロック最適化要求を解釈し、空きブロッ
ク最適化制御手段がファイル制御手段の指示にしたがっ
て、任意の時点、あるいは定期的に入出力装置やプログ
ラム手段から発行された空きブロック最適化要求により
、補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロ
ック管理テーブルを再編成して最適化しなおす。これに
よりその後に作成された読み取りや書き込みにおける補
助記憶装置へのアクセス時間を高速化することができる
。
力装置とプログラム手段から発行されたファイル作成、
削除およびファイルに対するデータ読み出し、書き込み
要求と、空きブロック最適化要求を解釈し、空きブロッ
ク最適化制御手段がファイル制御手段の指示にしたがっ
て、任意の時点、あるいは定期的に入出力装置やプログ
ラム手段から発行された空きブロック最適化要求により
、補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロ
ック管理テーブルを再編成して最適化しなおす。これに
よりその後に作成された読み取りや書き込みにおける補
助記憶装置へのアクセス時間を高速化することができる
。
次に、本発明実施例を図面に基づいて説明する。
第１図は本発明実施例の構成を示すブロック図である。
本発明実施例は、入出力装置１およびプログラム手段２
に接続され、この入出力装置１およびプログラム手段２
から発行されたファイル作成、削除またはファイルに対
するデータ読み出し、書込み要求と、空きブロック最適
化要求とを解釈する手段を含むファイル制御手段３と、
複数の補助記憶装置６と、この複数の補助記憶袋＠６に
接続され情報の入出力を制御する入出力制御手段４と、
補助記（、！装置６の空きブロックの情報を管理する空
きブロック管理テーブル５と、ファイル制御手段３から
の空きブロック最適化要求を認識して空きブロック管理
テーブル５を再編成しなおし空きブロック管理テーブル
５を更新する空きブロック最適化制御手段７とを備える
。
に接続され、この入出力装置１およびプログラム手段２
から発行されたファイル作成、削除またはファイルに対
するデータ読み出し、書込み要求と、空きブロック最適
化要求とを解釈する手段を含むファイル制御手段３と、
複数の補助記憶装置６と、この複数の補助記憶袋＠６に
接続され情報の入出力を制御する入出力制御手段４と、
補助記（、！装置６の空きブロックの情報を管理する空
きブロック管理テーブル５と、ファイル制御手段３から
の空きブロック最適化要求を認識して空きブロック管理
テーブル５を再編成しなおし空きブロック管理テーブル
５を更新する空きブロック最適化制御手段７とを備える
。
このように構成された本発明実施例の動作について説明
する。
する。
第２図は初期化直後の補助記憶装置６ａと空きバッファ
管理テーブル５ａとの関係を示したものである。６ａ−
１は補助記憶装置６ａにおける物理的な第一ブロックで
あり、このブロック単位で入出力が行われる。この物理
ブロック番号５ａ −１が空きブロック管理テーブル５
ａ内の５ａ−１に格納されている。同様に６ａ−２に対
するブロック番号は５ａ−２に格納され６ａ−３以降は
５ａ−３以降に１対１に対応している。
管理テーブル５ａとの関係を示したものである。６ａ−
１は補助記憶装置６ａにおける物理的な第一ブロックで
あり、このブロック単位で入出力が行われる。この物理
ブロック番号５ａ −１が空きブロック管理テーブル５
ａ内の５ａ−１に格納されている。同様に６ａ−２に対
するブロック番号は５ａ−２に格納され６ａ−３以降は
５ａ−３以降に１対１に対応している。
ここで空きブロック管理テーブル５ａ内の１つの要素（
例えば５ａ−１）を以降エンｌ−ＩＪと呼ぶ。
例えば５ａ−１）を以降エンｌ−ＩＪと呼ぶ。
５ａ−１−１のｎは空きエントリ数であり、５ａ−１−
２は空きブロック管理テーブル５内の最終使用済エント
リを指しているポインタである。また、この空きブロッ
ク管理テーブル５ａそのものも、補助記憶装置６ａ内の
６８−０に格納されており、このコピーは図外の主記憶
装置内にも存在し定期的に補助記憶装置６ａ内の６ａ−
０に書き戻される。
２は空きブロック管理テーブル５内の最終使用済エント
リを指しているポインタである。また、この空きブロッ
ク管理テーブル５ａそのものも、補助記憶装置６ａ内の
６８−０に格納されており、このコピーは図外の主記憶
装置内にも存在し定期的に補助記憶装置６ａ内の６ａ−
０に書き戻される。
プログラム手段２において新しいファイル作成要求が発
生して、その後ファイルへＸバイトのデータ出力要求を
行うと、ファイル制御手段３がＸバイトのデータを格納
するだめのブロック数としてｙブロックを計算し空きブ
ロック管理テーブル５ａからｙエントリだけ取り出して
空きエントリ数５ａ−１−１、ポインタ５ａ−１−２の
それぞれの制御情報を更新する。
生して、その後ファイルへＸバイトのデータ出力要求を
行うと、ファイル制御手段３がＸバイトのデータを格納
するだめのブロック数としてｙブロックを計算し空きブ
ロック管理テーブル５ａからｙエントリだけ取り出して
空きエントリ数５ａ−１−１、ポインタ５ａ−１−２の
それぞれの制御情報を更新する。
このときの状態が第３図に示すようになる。モして％
５ａ １から５ａ −ｙまでのブロック番号を基に
入出力制御手段４により補助記憶装置６ａの６ａ−１か
ら６ａ −ｙまでの領域にプログラム手段２からのデー
タを書き出してゆく。
５ａ １から５ａ −ｙまでのブロック番号を基に
入出力制御手段４により補助記憶装置６ａの６ａ−１か
ら６ａ −ｙまでの領域にプログラム手段２からのデー
タを書き出してゆく。
次に、このファイルに対する解放要求がプログラム手段
２から発生した場合は、ファイル制御手段３がそのファ
イルに対するブロック番号を順次に空きバッファ管理テ
ーブル５ａに戻す処理を行う。すなわち、全ブロックが
解放されると、また第２図の状態に戻る。
２から発生した場合は、ファイル制御手段３がそのファ
イルに対するブロック番号を順次に空きバッファ管理テ
ーブル５ａに戻す処理を行う。すなわち、全ブロックが
解放されると、また第２図の状態に戻る。
以上は、空きブロック管理テーブル５ａがまったくの初
期状態にあるときのファイルの作成、データの書き込み
、ファイルの削除について述べたが、頻繁にファイルの
作成、削除およびファイルへのデータ書き込み、読み出
しが発生する計算機システムでは、第１図に示す空きブ
ロック管理テーブル５からのブロック割り当てや解放に
よって空きブロック管理テーブル５内のブロック番号が
不規則に乱れた状、態になる。この状態を第４図に示す
。
期状態にあるときのファイルの作成、データの書き込み
、ファイルの削除について述べたが、頻繁にファイルの
作成、削除およびファイルへのデータ書き込み、読み出
しが発生する計算機システムでは、第１図に示す空きブ
ロック管理テーブル５からのブロック割り当てや解放に
よって空きブロック管理テーブル５内のブロック番号が
不規則に乱れた状、態になる。この状態を第４図に示す
。
このような状態にある空きブロック管理テーブル５ｂを
空きブロック最適化制御手段７により最適化する手順を
述べる。この最適化要求は、入出力装置１からのコマン
ド要求またはプログラム手段２から定期的にあるいは任
意な時点に実行される。これらの要求により、まず第４
図の５ｂ−１の空きブロック単位がブロック番号をキー
に昇順にソーティングされる。ソーティングされた後の
空きブロック管理テーブル５ｂの状態をｖＪ５図に示す
。
空きブロック最適化制御手段７により最適化する手順を
述べる。この最適化要求は、入出力装置１からのコマン
ド要求またはプログラム手段２から定期的にあるいは任
意な時点に実行される。これらの要求により、まず第４
図の５ｂ−１の空きブロック単位がブロック番号をキー
に昇順にソーティングされる。ソーティングされた後の
空きブロック管理テーブル５ｂの状態をｖＪ５図に示す
。
ここで新たに４ブロック分の大きさのファイルを作成し
ようとした場合に最適化した後であると、このときの空
きブロック管理テーブルを５Ｃとすると、５Ｃ−１の領
域から２０．２１．２２．２３のブロックをファイルに
割り当てるのに対し、従来の場合であると第４図に示す
５ｂ−１の領域から２０．２１．５０．３０のブロック
を割り当てることになり、ファイルの入出力において補
助記憶装置６ｂの２０．２１と連続にアクセスした後に
５０に位置付ける時間と、３０に位置付ける時間が余計
にかかることになる。最適化すると２０．２１．２２．
２３と連続してアクセスできるので、新たなブロックへ
の位置付は時間が無くてすむ。
ようとした場合に最適化した後であると、このときの空
きブロック管理テーブルを５Ｃとすると、５Ｃ−１の領
域から２０．２１．２２．２３のブロックをファイルに
割り当てるのに対し、従来の場合であると第４図に示す
５ｂ−１の領域から２０．２１．５０．３０のブロック
を割り当てることになり、ファイルの入出力において補
助記憶装置６ｂの２０．２１と連続にアクセスした後に
５０に位置付ける時間と、３０に位置付ける時間が余計
にかかることになる。最適化すると２０．２１．２２．
２３と連続してアクセスできるので、新たなブロックへ
の位置付は時間が無くてすむ。
今までの例は、補助記憶装置６にとられる空きブロック
数ｎが小さい場合を想定していたので空きブロック管理
テーブル５が１つでもよかったが補助記憶装置６上にと
られる空きブロック数が非常に大きくなった場合の状態
を第６図に示す。１つの空きブロック管理テーブルでは
足りないので５−１から５−Ｎまで必要となっている。
数ｎが小さい場合を想定していたので空きブロック管理
テーブル５が１つでもよかったが補助記憶装置６上にと
られる空きブロック数が非常に大きくなった場合の状態
を第６図に示す。１つの空きブロック管理テーブルでは
足りないので５−１から５−Ｎまで必要となっている。
この場合の空きブロックの最適化処理を第７図のフロー
チャートに示す。また、５−１から５−Ｎはそれぞれ補
助記憶装置６上と、そのコピーが図外の主記憶装置上に
存在する。第６図の場合であると空きブロック管理テー
ブル５−１．５−２に相当するのが、補助記憶装置６上
の６−１．６−２である。
チャートに示す。また、５−１から５−Ｎはそれぞれ補
助記憶装置６上と、そのコピーが図外の主記憶装置上に
存在する。第６図の場合であると空きブロック管理テー
ブル５−１．５−２に相当するのが、補助記憶装置６上
の６−１．６−２である。
以上説明したように本発明によれば、任意の時点あるい
は定期的に補助記憶装置内の空きブロック管理を行うテ
ーブルを最適化することにより、新たにファイルを割り
当てる場合、そのファイルはまとまったブロックに割り
当てられるためにファイルの入出力要求を行ったとき補
助記憶装置のブロックアクセス時間が短縮され、したが
ってファイルの入出力時間が高速化される効果がある。
は定期的に補助記憶装置内の空きブロック管理を行うテ
ーブルを最適化することにより、新たにファイルを割り
当てる場合、そのファイルはまとまったブロックに割り
当てられるためにファイルの入出力要求を行ったとき補
助記憶装置のブロックアクセス時間が短縮され、したが
ってファイルの入出力時間が高速化される効果がある。
第１図は本発明実施例の構成を示すブロック図。
第２図は本発明実施例における初期化直後の空きブロッ
ク管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図。 第３図は本発明実施例におけるｙエントリ使用後の空き
ブロック管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図
。 第４図は本発明実施例におけるファイルの作成、削除が
頻繁に行われた後の空きブロック管理テーブルと補助記
憶装置との関連を示す図。 第５図は本発明実施例における空きブロックの最適化処
理を行った後の空きブロック管理テーブルと補助記憶装
置との関連を示す図。 第６図は本発明実施例における大容量を持つ補助記憶装
置と空きブロック管理テーブルとの関連を示す図。 第７図は本発明実施例における空きブロック最適化制御
手段の最適化処理の流れを示すフローチャート。 １・・・入出力装置、２・・・プログラム手段、３・・
・ファイル制御手段、４・・・入出力制御手段、５．５
ａ、５ｂ、５ｃ・・・空きブロック管理テーブル、６．
６ａ。 ６ｂ、６ｃ・・・補助記憶装置。
ク管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図。 第３図は本発明実施例におけるｙエントリ使用後の空き
ブロック管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図
。 第４図は本発明実施例におけるファイルの作成、削除が
頻繁に行われた後の空きブロック管理テーブルと補助記
憶装置との関連を示す図。 第５図は本発明実施例における空きブロックの最適化処
理を行った後の空きブロック管理テーブルと補助記憶装
置との関連を示す図。 第６図は本発明実施例における大容量を持つ補助記憶装
置と空きブロック管理テーブルとの関連を示す図。 第７図は本発明実施例における空きブロック最適化制御
手段の最適化処理の流れを示すフローチャート。 １・・・入出力装置、２・・・プログラム手段、３・・
・ファイル制御手段、４・・・入出力制御手段、５．５
ａ、５ｂ、５ｃ・・・空きブロック管理テーブル、６．
６ａ。 ６ｂ、６ｃ・・・補助記憶装置。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、複数の補助記憶装置に接続され、情報の入出力を制
御する入出力制御手段と、 上記補助記憶装置の空きブロックの情報を管理する空き
ブロック管理テーブルと、 入出力装置およびプログラム手段からの要求によりファ
イル管理を制御するファイル制御手段とを備えたファイ
ル制御方式において、 上記ファイル制御手段に、 上記入出力装置および上記プログラム手段から発行され
たファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読
み出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを
解釈する手段を含み、空きブロック最適化要求を認識し
て上記空きブロック管理テーブルを再編成しなおし上記
空きブロック管理テーブルを更新する空きブロック最適
化制御手段を備えた ことを特徴とするファイル制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63272059A JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63272059A JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02118856A true JPH02118856A (ja) | 1990-05-07 |
| JP2609705B2 JP2609705B2 (ja) | 1997-05-14 |
Family
ID=17508528
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63272059A Expired - Lifetime JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2609705B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006519438A (ja) * | 2003-02-26 | 2006-08-24 | エミュレックス デザイン アンド マニュファクチュアリング コーポレーション | 使用可能なメモリ資源を管理するための構成および方法 |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS59177664A (ja) * | 1983-03-29 | 1984-10-08 | Fujitsu Ltd | 共有ライブラリ・フアイルの圧縮処理方式 |
| JPS61177532A (ja) * | 1985-02-01 | 1986-08-09 | Nec Corp | 領域管理システム |
| JPS63121940A (ja) * | 1986-11-11 | 1988-05-26 | Nec Corp | フアイル制御システム |
-
1988
- 1988-10-28 JP JP63272059A patent/JP2609705B2/ja not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS59177664A (ja) * | 1983-03-29 | 1984-10-08 | Fujitsu Ltd | 共有ライブラリ・フアイルの圧縮処理方式 |
| JPS61177532A (ja) * | 1985-02-01 | 1986-08-09 | Nec Corp | 領域管理システム |
| JPS63121940A (ja) * | 1986-11-11 | 1988-05-26 | Nec Corp | フアイル制御システム |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006519438A (ja) * | 2003-02-26 | 2006-08-24 | エミュレックス デザイン アンド マニュファクチュアリング コーポレーション | 使用可能なメモリ資源を管理するための構成および方法 |
| JP2011248920A (ja) * | 2003-02-26 | 2011-12-08 | Emulex Design & Manufacturing Corp | 使用可能なメモリ資源を管理するための構成および方法 |
| JP4879014B2 (ja) * | 2003-02-26 | 2012-02-15 | エミュレックス デザイン アンド マニュファクチュアリング コーポレーション | 使用可能なメモリ資源を管理するための構成および方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2609705B2 (ja) | 1997-05-14 |
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