JPH0225946A

JPH0225946A - ファイル管理装置

Info

Publication number: JPH0225946A
Application number: JP63175105A
Authority: JP
Inventors: Masataka Abe; 正敬阿部; Tetsuei Kogai; 小飼　哲英; Kazuyuki Kakehata; 掛端　一行
Original assignee: Casio Computer Co Ltd
Current assignee: Casio Computer Co Ltd
Priority date: 1988-07-15
Filing date: 1988-07-15
Publication date: 1990-01-29

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】〔産業上の利用分野〕本発明は、索引順次編成ファイルによりレコードの管理
を行うファイル管理装置に関する。

〔概　　　要〕

従来の索引順次編成ファイルを用いたファイル管理装置
は、ランダムなレコード更新処理の処理速度が遅く、フ
ァイルの再編成も非常に長い処理時間を要した。

このため、データファイルを複数の分割ファイルに分割
して、各分割ファイル単位でのアクセスを可能にすると
共に、各分割ファイル単位でレコードの更新情報を管理
することによって、レコード更新の処理速度の向上及び
ファイル再編成の処理速度の向上を可能にした。

〔従来の技術〕

コンピュータシステムにおいては、組織的なレコードの
集まりをファ・イルにより管理している。

ファイルは、その編成方法により順次編成ファイル、直
接編成ファイル、索引順次編成ファイル、区分固成ファ
イル等に分類される。

これらのファイルの中で索引順次編成ファイルは、レコ
ードを記憶媒体の連続した位置に記録するので効率の良
い順次アクセスができる。さらに記憶しているレコード
とそのレコードに対応したキーを記憶する索引を持つの
で、キーを用いてランダムアクセスも効率良く行なうこ
とができる。

また、レコードの削除やレコードの伸長等も可能であり
、レコードの削除が行われた場合、その削除レコードに
は削除レコードであることを示すｉｎ報が記録され、伸
長レコードはプールファイルに格納される。

このように索引順次編成ファイルは順次アクセスとラン
ダムアクセスの両方のアクセスが可能であり、在庫ファ
イルや人事ファイル等のさまざまなデータファイルに利
用することができる。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかしながら、従来の索引順次編成ファイルの場合、単
一のデータファイルに全てのレコードを記１．＠するよ
うにしているので、ランダムなレコード更新を行うと処
理時間が長（なる。処理時間の増加はデータ容量が増加
するにつれて特に顕著となる。

また、削除レコードの数が増加すると記憶領域の利用効
率が悪くなり、さらに、伸長レコードや追加レコードが
増加すると、プールファイル内に伸長レコードや追加レ
コードを格納できな（なるようになる。このため、ファ
イルの再編成が必要になってくるが、削除レコードであ
るか、また（巾長レコードさらには追加レコードがある
かどうかは、ファイルの各レコードを読み出して門べな
ければ知ることができず、ファイルの再編成のためには
ファイル内の全てのレコードを読み出す必要があった。

したがって、削除レコードや伸長レコードあるいは追加
レコードの数が非常に少ない場合でも全てのレコードを
順次読み出す必要があるため処理時間が長くなり、処理
効率が非常に悪かった。

本発明の課題は、索引順次編成ファイルにおいて、ラン
ダムなレコード更新処理を高速に行えるようにすると共
に、ファイルの再編成を処理効率良く高速に行えるよう
にすることである。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の手段は次の通りである。

分割ファイル１は（第１図の機能ブロック図を参照、以
下同じ）はレコードをキー順に配列して記憶する。在庫
ファイルや人事ファイル等のマスク・ファイ・ルは、そ
のデータ容量に応じて１個または複数個の分割ファイル
ｌに分割される。

インデックスファイル２は、各分割ファイル１の先頭レ
コードのキーをインデックス情報として記憶する。イン
デックス情報は、前記キー以外に例えば分割ファイル名
、分割ファイルの容量や分割ファイルに格納されている
レコードの種類等の分割ファイル１に関する情報である
。

アクセス手段３．は、インデックスファイル２を参照し
て分割ファイル１内のレコードをアクセスする。

レコード削除手段４は、レコードの削除要求が加わった
際に、分割ファイル１内の当該レコードに削除レコード
であることを示す情報を書き込むと共に、前記インデッ
クスファイル内の前記当該レコードを記憶する分割ファ
イル１に対応するインデックス情報に削除レコード有り
の情報を書き込む。

第１の分割ファイル再編成手段５は、前記インデックス
ファイル２内のインデックス情報に削除レコード有りの
情報が記録されている分割ファイル１をキー順に再編成
する。

レコード作成手段６は、レコード張の伸長を伴うレコー
ド更新の要求が加わった際に、分割ファイル１内の当該
レコードに伸長レコードであることを示す情報を書き込
むと共に新レコードを作成し、前記インデックスファイ
ル２内のレコード更新の要求のあった当該レコードを格
納する分割ファイル１に対応するインデックス情報に伸
長レコード有りの情報を書き込む。

プールファイル７は、レコード作成手段６によって作成
された新レコードが伸長された場合に当該新レコードを
格納する。

第２の分割、ファイル再編成手段８は、分割ファイル１
内に格納されている伸長が行われたレコードを前記プー
ルファイル７に格納されている前記レコードに対応する
伸長レコード゛に書き換えることにより前記・インデッ
クスファイル２内のインデックス情報Ｇこ伸長レコード
有りの情報が記録されている分割ファイル１をキー順に
再編成する。

分割ファイル分割手段９は、前記第２の分割ファイル再
編成手段８により再編成された分割ファイル１が所定容
量以上になった場合に、その分割ファイルｌを分割する
。

分割ファイル併合手段１０は、前記第１の分割ファイル
再編成手段５または前記第２の分割ファイル再編成手段
８による再編成により隣接する２つの分割ファイル１の
合計容量が所定容量以下になれば、その隣接する２つの
分割ファイル１を併合する。

〔作　　　用〕

本発明の手段の作用は次の通りである。

レコードの取り出しや、レコードの更新、レコードの追
加、レコードの削除等の要求が加わると、アクセス手段
３はインデックスファイル２内のインデックス情報を検
索して当該レコードが格納されている分割ファイル１を
見つけ出し、その分割ファイル１から当該レコードを読
み出したり、その分割ファイル１へ更新レコードや追加
レコードを書き込む。

また、レコードの削除要求が加わった場合には、レコー
ド削除手段４は当該レコードに削除レコードであること
を示す情報を書き込む（例えばレコード内に設けられた
フラグを削除にセントする）と共に、インデックスファ
イル２内の前記当該レコードを格納する分割ファイル１
に対応するインデックス情報に削除レコード有りの情報
を書き込む。

一方、レコード長の伸長を伴うレコード更新の要求が加
わった場合には、レコード作成手段６は当該レコードに
伸長レコードであることを示す情報を書き込むとＪＦ、
に新レコードを作成し、その作成した新レコードをプー
ルファイル７内の例えば空領域の先頭に書き込む。さら
に、レコード作成手段６はインデックスファイル２内の
前記当該レコードを格納する分割ファイルｌに対応する
インデックス情報に伸長レコード有りの情報を書き込む
。当該レコードにはプールファイル７内の新レコードの
格納位置くポインタ）が害き込まれる。

分割ファイル１の再編成要求が加わると、第１の分割フ
ァイル再編成手段５は、インデックスファイル２内の・
インデックス情報を順次検索する。

そし°で、インデックス情報に削除レコード有りの情報
が記録されていれば、そのインデックス情報に対応する
分割ファイル１からレコードをキー順に順次読み出して
、削除レコード以外のレコードを新たな分割ファイル１
に書き込み、削除レコードを除外した新たな分割ファイ
ル１を作成する。

また、分割ファ、イル１の再編成要求が加わると、第２
の分割ファイル再編成手段８は、インデックスファイル
２のインデックス情報を順次検索し、インデックス情報
に伸長レコード有りの情報が記録されていれば、そのイ
ンデックス情報に対応する分割ファイル１からレコード
をキー順に順次読み出す。そして、伸長フラグのセット
されているレコードを読み出した場合には、そのレコー
ドに対応する伸長レコードをプールファイル７から読み
出して、伸長レコードを新たな分割ファイル１に記録す
る。また、ｆｌｌｌ　区フラグのセントされていないレ
コードは、そのまま新たな分割ファイル１に記録する。

このようにして、第２の分割ファイル再編成手段８は、
伸長の行われたレコードを伸長レコードに書き換えた新
たな分割ファイル１を作成する。

分割ファイル分割手段９は、例えばインデックスファイ
ルのインデックス情報を参照して、第２の分割ファイル
再編成手段８により作成された分割ファイルｌのデータ
容量が所定容量以上になっていないかを判別し、所定容
量以上になっていればその分割ファイル１を分割して、
複数の新たな分割ファイル１を作成する。

分割ファイル併合手段１０は、例えばインデックスファ
イル２のインデックス情報を参照して分割ファイル分割
手段９による分割ファイル１の分割の結果、隣接する２
つの分割ファイル１の合計データ容量が所定容量以下と
なっていないかを判別し、所定容量以下となっていれば
、その隣接する２つの分割ファイルｌを併合した分割フ
ァイル１を作成する。

したがって、伝票ファイルや人事ファイル等の大量のデ
ータを格納するデータファイルを、複数の分割ファイル
１に分割して各分割ファイル１をインデックスファイル
２により管理することができる。このため、レコードの
更新に伴うファイルアクセスは各分割ファイル１毎に行
える。また、分割ファイル１の再編成を行う場合でも、
インデックスファイル２のインデックス情報を参照して
レコードの削除やレコードの伸長が行われた分割ファイ
ル１に対してのみ再編成を行うことができる。

したがって、伸長や削除のレコードの数が少ない場合や
、特定の分割ファイルにのみ伸長や削除のレコードが集
中している場合、ファイルの再編成処理を効率良く高速
に行うことができる。

〔実　　施　　例〕

以下、一実施例について第２図乃至第８図を参照しなが
ら説明する。第２図は一実施例のシステム構成図である
。同図において、ＣＰＵ　（中央処理装置）１１は、図
示していないＲＯＭ　（ＲｅａｄＯｎｌｙ　Ｍｅｍｏｒ
ｙ）及びＲＡ　Ｍ　（Ｒａｎｄｏｍ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍ
ｅｍ。

ｒｙ）格納されているプログラムを実行してシステム全
体の制御を行う。

また、コンソール制御装置１２は、キーボード等の入力
部１３とＣＲＴ等の表示部１．４から成るコンソロール
を制御する制御装置であり、入力部１３から入力される
キー人力データを中央処理装置１１に出力すると共に、
中央処理装置１１から送信される表示データを表示部１
４に表示する。

さらに、ディスク制御装′ｆ１１５は、磁気ディスク１
６に対してデータの入出力を行う制御装置であり、ＣＰ
ＵＩＩからの指示に応じ°ζ、磁気ディスク１６上にデ
ータを記録したり、磁気ディスク１６上に記録されてい
るデータの読み出しを行う。

ＣＰＵＩＩはオペレータが入力部１３を介して入力する
ファイル生成のｌけ示に応じてディスク制御装置１５を
介して磁気ディスク１６上に索引順次編成ファイルを生
成するが、その索引順次編成ファイルはインデックスフ
ァイル１７と複数の分割ファイル１Ｂ、１８、・・・及
びプールファイル１９から成る。

ここで、便宜上、インデックスファイル１８をインデッ
クスファイルＡ（ｉｘ）、ｎ個の分割ファイル１８．１
８、・・・を分割ファイルＡ（１）、Ａ（２）、−Ａ（
ｎ）、プールファイル１９をプールファイルＡ（Ｐ’ｌ
）と表わすことにする。

分割ファイルΔ（１）　、Ａ　（２）、・・・Ａ　（ｎ
）はキー順にレコード（固定長レコード、可変長レコー
ドいづれでも良い）を連続した位置に格納するデータフ
ァイルであり、レコードはキー順に分割ファイルＡ　（
１）から分割ファイルＡ（２）、Ａ　（３）　、・・・
Ａ　（ｎ）の順に格納される。分割ファイルＡ　（１）
　、Ａ　（２）　、・・・Ａ　（ｎ）は、磁気ディスク
１６上の連続した領域に作成されるので、分割ファイル
Δ（１）　、Ａ　（２）　、Ａ（ｎ）はキー順にレコー
ドが配列している一個のファイルとみなすことができる
。

また、分割ファイルＡ　（１）　、Ａ　（２）　、・・
・Ａ　（ｎ）には、それぞれ「１」、「２」、・・ｒｎ
ＪのファイルＮｏ、が割り当てられ、各分割ファイルＡ
　（ｉ）は、ｒｉＪのファイルＮｏ。

を指定することによりオープンされる。

第３図に分割ファイルΔ（１）　、Ａ　（２）、・・Ａ
　（ｎ）に格納される可変長レコード１８０の形式を示
す。可変長レコード２００は、先頭から順にレコードス
タートデリミタ２０１、制御情報２１０、データ域２２
１の各項目から成っている。レコードスタートデリミタ
２０１は可変長レコード２００の始まりを示す区切り記
号である。

制御情報２１０は、フラグ２１１、レコードポインタ２
１２、プールレコードポインタ２１３の各項目から成っ
ており、フラグ２１１はレコードの属性を示すフラグで
ある。フラグ２１１がｒＯＪの時は、その可変長レコー
ド２００は変更のない通常の可変長レコードであること
を示し、「１」の時は伸長レコード、「２」の時は削除
レコードであることを示す。

レコードポインタ２１２は、レコード長（フラグ２１１
の先頭からデータ域２２１の終端までの長さ）を記憶す
る。

また、プールレコードポインタ２１３は、フラグ２０１
が「１」にセットされている可変長レコード２００に対
応する伸長レコードのプールファイルＡ（ｐｉ）内の格
納位置を示すポインタである。

レコードの更新により、可変長レコード２００のデータ
域２２１内にデータが格納できなくなった場合には、フ
ラグ２１１に「１」　（伸長）をセソ［・シ、伸長デー
タを格納する新たな可変長レコードを作成する。、この
可変長レコードが伸長レコードであり、プールファイル
Ａ（ＰＬ）内の空領域に格納される。さらに、データ域
２２１は、データを記憶する領域であり、先頭の２ワー
ドはキーワード（キー）となっている。

可変長レコード２００は、分割ファイルＡ（１）、Ａ　
（２）　、・・・Ａ　（ｎ）内に第４図に示すように連
続して記憶される。

インデックスファイルＡ（ｉｘ）は、上記のように構成
されている各分割ファイルＡ　（１）、Ａ　（２）　、
・・・Ａ　（ｎ）についてのインデックス情報を分割フ
ァイル・インデックスに格納する。

第５図にインデックスファイルＡ（ｉｘ）内に格納され
る分割ファイルインデックス１７０の内部構成を第５図
に示す。

インデックス情報１７１は、分割ファイルＡ（１）〜分
割ファイルΔ（ｎ）に対して１個づつ作成され、第５図
に示すようにインデックスファイルＡ（ｉｘ）内に分割
ファイルΔ（１）のインデックス１ｎ報１７１から順に
格納される。

インデックス情報１７１は、分割ファイルΔ（ｉ）の先
頭に格納されている可変長レコード２００のキーワード
３０１　　（ＰＫｉｌ、、ＰＫｉ２）、分割ファイル名
３０２　（Δ（ｉ））　、分割ファイル　Δ（ｉ）の管
理情’ｔ’Ｈ０３（ＩＩａ　（ｉ）　）の各項目から成
っている。

管理情報３０３は、分割ファイルΔ（ｉ）の容１、変更
フラグを記１、ａする。変更フラグは、分割ファイルＡ
　（ｉ）が削除された可変長レコード２００　（以後、
削除レコードと表現する）またはデータの伸長が行われ
た可変長レコード２００（以後、伸長レコードと表現す
る）を格納しているか否かを示すフラグであり、分割フ
ァイルＡ　（ｉ）が削除レコードまたは伸長レコードを
１個でも格納している場合には例えば「１」がセットさ
れ、逆に１個でも格納していない場合は「０」がセント
される。

再び第２図に戻って説明を行う。

ＲＡＭ、Ｘ２　Ｏ５ＲＡＭ、Ｗ２１、ＲＡＭ。

Ｒ２１は、いづれもＲＡＭ内に設けられた記憶領域であ
り、ＲＡＭ、Ｘ２０はＣＰＵＩＩがディスク制御装置１
５を介してインデックスファイル１７に読み出しまたは
書き込みを行う分割ファイルインデックス１７０等を格
納する領域である。

また、ＲＡＭ、Ｗ２１は分割ファイルＡ　（ｉ）に害き
込むレコードを記憶する領域であり、ＲＡＭ、Ｒ２２は
ＣＰＵＩＩがディスク制御装置１５を介して読み出した
分割ファイル八（ｉ）のレコードを格納する領域である
。

次に以上のように構成された実施例の動作を説明する。

ユーザが入力部１３からファイル定義を指定したファイ
ル生成コマンドを入力すると、ｃｐｕ　ｔｌはコンソー
ル制御装置１２を介してそのファイル生成コマンドを入
力し、ディスク制御装置１５を介し磁気ディスク１６上
にインデックスファイルＡ（ｉｘ）、分割ファイル人（
１）　、Ａ　（２）、・・・Ａ　（ｎ）　、プールファ
イルＡ（ｐｉ）から成る索引順次編成ファイルを生成す
る。

ファイル生成時において、分割ファイルΔ（ｉ）の容■
は、システＪ・で定められた所定容量に決定される。ま
た、・インデックスフア・イルΔ（ｉ　ｘ）には、分割
ファイルインデックス１７０が作成される。そして、入
力部１３からキー順に可変長レコード２００を入力する
ことにより、ｃｐｕｔｉは、ディスク制御装置１５を介
して分割ファイルＡ（１）、Ａ（２）、＝Ａ（ｎ）内に
キー順に可変長レコーｆ”　２００を格納する。また、
各分割ファイルＡ　（ｉ）の可変長レコード２００の格
納状態に対応してインデックスファイルＡ（ｉｘ）内の
分割ファイルインデンクス１７０に各分割ファイルΔ（
ｉ）のインデックス情！Ｅｉ１７１を書き込む。

次に、分割ファイルＡ　（ｉ）から可変長レコード２０
０を読み出す場合のＣＰＵＩＩの動作を第６図のフロー
チャー１・に示す。

ｃｐｕｚは、レコードの読み出し命令を入力すると、イ
ンデックスファイルＡ（ｉｘ）をオーブンし、インデッ
クスファイルＡ（ｉｘ）内の分割ファイルインデックス
１７０′４ｃＲＡＭ、　　Ｘ　２０に読み出すく処理、
ＳＡｌ〜処理５Ａ２）。そして、分割ファイルインデッ
クス１７０のインデックス情報１７１を先頭から順次検
索しながら、該当レコード（読み出すべきレコード）が
格納されている分割ファイルＡ　（ｉ）のファイルＮＯ
９を求め（処理５Ａ３）　、そのの該当レコードの格納
されている分割ファイルＡ　（ｉ）が有れば、（処理５
Ａ４）、ファイルＮｏ、を基に該当分割ファイルＡ　（
ｉ）をオーブンしく処理５Ａ５）　、その該当分割ファ
イルＡ（ｉ）内の全可変長レコード２００をＲＡＭ、Ｒ
２２に読み出す（処理５Ａ６）。

そして、ＲＡＭ、Ｒ２２を検索して指定されたキーを持
つ可変長レコード２００を見つけ出す（処理５Ａ６）。

該当レコード′の読み出しが終了したら該当分割ファイ
ルＡ　（ｉ）をクローズしく処理５Ａ７）　、さらにイ
ンデックスファイルＡ（ｉｘ）をクローズする（処理５
Ａ８）。

一方、前記処理ＳＡ４で該当分割ファイルΔ（＋）が無
ければ、インデックスファイルＡ（ｉｘ）をクローズす
る（処理５Ａ８）。

このように可変長レコードの読み出しの場合には、読み
出す可変長レコード２００のキーを基に、インデックス
ファイルＡ（ｉｘ）内のインデックス情報　１７１を検
索し、読み出すレコードが格納されζいる分割ファイル
Ａ　（ｉ）を見つけ出す。

そして、その該当分割ファイル八（ｉ）から全可変長レ
コード２００をＲＡＭ、Ｒ２２に読み出し、ＲＡＭ、Ｒ
２２を検索し該当する可変長レコード２００を見つけ出
す。

したがって可変長レコード２００の数が多い場合でも全
ての可変長レコード２００を検索する必要はなく所定容
量に分割された分割ファイルＡ（ｉ）内の可変長レコー
ド２００のみを検索すればよい。そのため、ランダムな
可変長レコード２００の読み出しを高速に行うことがで
きる。

次にレコード更新やレコード集計等の指示が入力部１３
を介して加わった時のＣＰＵＩ　１の動作を第７図のフ
ローチャートに示す。

まず、インデックスファイルＡ（ｉｘ）をオープンしく
処理部５Ｂ１）、インデックスファイル八（ｉｘ）から
分割ファイルインデックス１７０をＲＡＭ、Ｘ２０に読
み出す（処理５Ｂ２）。そして、ＲＡＭ、Ｘ２０内の分
割ファイルファイルのインデックス１７０を検索して、
指定されたキーの可変長レコード２００が格納されてい
る分割ファイルΔ（ｉ）のファイルＮｏ、を求める（処
理５Ｂ３）。

次に、レコードの更新要求の判別を行い（処理５Ｂ４）
、修正要求であれば、前記処理ＳＢ３で求めたファイル
Ｎｏ、を基に該当分割ファイルＡ　（ｉ）をオープンし
く処理５Ｂ５）、該当分割ファイルＡ（ｉ）内の全可変
長レコード２００をＲＡＭ、Ｒ２２に読み出す（処理５
Ｂ６）。そして、ＲＡＭ、Ｒ２２を検索し、該当可変長
レコード２００を見つけ出すく処理５Ｂ６）。

次に、該当可変長レコード２００　　（旧レコードと表
現する）を修正指示情報によって修正して作られる新可
変長レコード２００のレコード長と、日レコードのレコ
ード長を比較しく５Ｂ７）、新可変長レコード２００の
レコード長が旧レコードのレコード長以下であれば、新
可変長レコード２００をＲＡＭ、Ｒ２２内の所定位置に
書き戻し、さらにディスク制御装置１５を介して該当分
割ファイルΔ（ｉ）にＲＡＭ、Ｒ２２に格納され°ζい
る該当分割ファイルＡ　（ｉ）の全レコードを書き戻す
（処理５Ｂ８）。そして、書き込み終了後、該当分割フ
ァイルＡ　（ｉ）及びインデックスファイルＡ（ｉｘ）
をクローズする（処理ＳＢ９〜処理ＳＢ　１０）。

すなわち、レコードの修正の結果、レコード長が伸旦し
なければ修正レコードを再び、該当分割ファイルの元の
格納位置に書き戻す。

一方、前記処理ＳＢ７で新可変長レコード２００のレコ
ーＦ’　長が、旧レコードのレコード長よりも長ければ
、プールファイルＡ（ＰＬ）をオープンし、（処理５８
１１）、プールファイルＡ（Ｐｉ）のヘッダを参照し、
プールファイルＡ（Ｐｌ）の空領域の先頭に新レコード
を書き込む（処理５Ｂ１２）。次にプールファイルＡ（
ＰＬ）のヘッダに設けられているブー）レフアイルへ（
Ｐｌ）の空領域の先頭を示すポインタを更新しくＭ理Ｓ
Ｂ　１３）　、続けてプールファイルＡ（ＰＬ）をクロ
ーズする（処理ＳＢ　１４）。

次に旧可変長レコード２００のフラグ２１１を伸ＪＬ（
ｒｌＪ）にセットし、さらにプールレコードポインタ２
１３にプールファイルＡ（ＰＬ）内の前記新可変長レコ
ード２００の書き込み位置をセントする（処理ＳＢ　１
５）。そして、ＲＡＭ。

Ｒ２２内の全ての可変長レコード２００を該当分割ファ
イルＡ　（ｉ）に書き戻しく処理５Ｂ１６）、該当分割
ファイルＡ　（ｉ）のクローズを行った後（処理５Ｂ２
０）　、ＲＡＭ、Ｘ２０内の該当分割ファイルＡ　（ｉ
）に対応するインデックス情報１７１の分割ファイル情
報３０３　　（Ｈａ　　（ｉ））内の変更フラグを「１
」にセラ１−シ、ＲＡＭ、Ｘ２０内の分割ファイルイン
デックス１７０をインテ・ツクスフアイルＡ（ｉｘ）に
書き込む（処理５Ｂ２１）。

そして、インデックスファイルＡ（ｉｘ）をクローズす
る（処理ＳＢ　１０）。

このように、可変長レコード２００の修正の結果、レコ
ード長が伸長すれば新たな可変長レコード２００を作成
し、その新たな可変長レコード２００をプールファイル
Δ（Ｐｌ）の空領域に格納し、さらに、修正前の可変長
レコード２００のフラグ２１１に「１」　（伸長）を、
プールレコードポインタ２１３に前記新可変長レコード
２００ノフールファイルΔ（ＰＩ）内の格納位置を七ソ
］・する。また、インデックスファイルＡ（ｉｘ）内の
該当分割ファイルＡ　（ｉ）に対応するインデックス情
報１７１の分割ファイル情報３０３の変更フラグをｒｌ
Ｊにセントする。

一方、前記処理ＳＢ４で削除要求であると判別すれば、
該当分割ファイルＡ　（ｉ）をオープンする（処理５Ｂ
１７）。そして、該当分割ファイルＡ　（ｉ）の全可変
長レコード２００をＲＡＭ、Ｒ２２に読み出し、ＲＡＭ
、Ｒ２２内を検索して削除対象の可変長レコード２００
を見つけ出し、その可変長レコード２００のフラグ２１
１に「２」（削除）をセントする（処理ＳＢ　１８）。

続けて、ＲＡＭ、Ｒ２２に格納されている該当分割ファ
イルΔＮ）の全ての可変長レコード２００を該当分割フ
ァイルＡ　（ｉ）に害込み（処理５Ｂ１９）、次に該当
分割ファイル八（ｉ）をクローズする（処理５Ｂ２０）
。さらに、ＲＡＭ、Ｘ２０内の該当分割ファイルＡ　（
ｉ）に対応するインデックス情報１７１の分割ファイル
情報３０３内の変更フラグを「１」にセントし、ＲＡＭ
、Ｘ２０内の分割ファイルインデンクス１７０をインデ
ックスファイルＡ（ｉｘ）に書き戻す（処理５Ｂ２１）
。

続けて、インデックスファイルＡ（ｉｘ）をクローズす
る（処理５ＢＩＯ）。

この結果、削除された可変長レコード２００のフラグ２
１１には「２」　（削除）がセントされ、インデックス
ファイルＡ（ｉ＞内の該当分割ファイルΔ（ｉ）に対応
するインデックス情報１７１の分割ファイル情報３０３
内の変更フラグが「１」にセントされる。

次に、ＣＰＵによる分割ファイルＡ　（ｉ）の再編成処
理を第８図のフローチャートに示す。分割ファイルＡ　
（ｉ）の再編成を行う場合、まずインデックスファイル
八（ｉ　ｘ）をオープンしく処理５Ｃ１）、インデック
スファイルＡ（ｉｘ）からまず分割ファイルＡ（１）に
対応するインデックス情報１７１をＲＡＭ内の所定領域
に読み出す（処理５Ｃ２）。そして、インデックスファ
イルＡ（ｉｘ）の全てのインデックス情６１７１につい
て参照したかどうか判別しく処理５Ｃ３）、まだ全ての
・インデックス１７１を参照していない、すなわち新た
に読み出されたインデックス情報１７１があれば、その
インデックス情報１７１内の変更フラグを参照し、変更
フラグが「１」にセットされているか（分割ファイルＡ
　（ｉ）内の可変長レコードに対して削除や伸長が行わ
れたか）を判別する（処理５Ｃ４）。そして、変更フラ
グがｒｌＪにセットされていなければその読み出したイ
ンデックス情中ｔ！１７１をＲＡＭ、Ｘ２０に書き込み
（処理５Ｃ５）　、再び処理ＳＣ２に復帰する。

一方、前記処理ＳＣ４で変更フラグが「１」にセントさ
れていると判別すれば、続けて後述する処理ＳＣ６以降
の処理を行う。

すなわち、インデックスファイルΔ（ｉｘ）から全ての
インデックス情報１７１を順次読み出し、そのインデッ
クス情報１７１内の変更フラグが「１」にセットされて
いなければ読み出したインデックス情報１７１をそのま
まＲＡＭ、Ｘ２０に転送する。

次に、インデックス情報１７１の変更フラグがｒｌＪに
セントされている場合の処理を説明する。

上記処理ＳＣ４で、変更フラグがｒｌＪにセントされて
いると判別すれば、読み出したインデックス情＋ｌ！１
７１に対応する分割ファイルＡ　（ｉ）をオープンする
（処理５Ｃ６）。

次に、特には図示していないレジスタ１゛に予め定めら
れたＲＡＭ、Ｗ２１の容量をセットする（処理ＳＣ７＞
。尚、以後の説明においてレジスタ′ｒにセットされた
ＲＡＭ、Ｗ２１の容量をＴと表現する。

次に、分割ファイルＡ　（ｉ）に格納されている全可変
長レコード２００をＲＡＭ、Ｒ２２に読み出しく処理５
Ｃ８）　、Ｔｘ２／３ＫＩ３フラグをリセットする（処
理５Ｃ９）。特には図示し°ζはいないがＴＸ２／３Ｋ
ＢフラグはＲＡＭ、Ｗ２１に書き込んだ可変長レコード
２００のデータ容量がＴＸ２／３以上となった時にセッ
トされるフラグである。そし°ζ、ＲＡＭ、Ｒ２２から
可変長レコード２００を読み出し、その読み出した可変
長レコード２００のフラグ２１１が「２」　（削除）に
セ・ノドされているか判別する処理を全°この可変長レ
コード２００に対し行う（処理５ＣＩＯ〜処理５Ｃ１２
）。

処理５Ｃ１２でフラグ２１１が「２」にセットされ′ζ
いれば、次の可変長レコード２００を読み出すが、フラ
グ２１１が「２」　（削除）に七ノドされていなければ
、次にフラグ２１１が「１」（伸長）にセットされてい
るかどうか判別する（処理５Ｃ１３）。そして、フラグ
２１１が「１」（伸長）にセントされていれば、プール
ファイルＡ（Ｐｉ）をオープンしく処理５Ｃ１４）、前
記可変長コード２００のプールレコードポインタ２１３
を参照して、・プールファイルΔ（Ｐｌ）内のそのプー
ルレコードポインタ２１３の示す位置に記憶されている
伸長レコードを読み出しく処理５０１５）、伸長レコー
ドの読み出し後、プールファイルＡ（Ｐｉ）をクローズ
する（処理５Ｃ１Ｇ）。

続けて、その伸長レコードをＲＡＭ、Ｗ２１に書き込む
（処理５Ｃ１７）。

一方、前記処理５Ｃ１３で、フラグ２１１が「０」であ
れば、読み出した可変長レコード２００をＲＡＭ、Ｗ２
１に転送する（処理５Ｃ１７）。

すなわち、ＲＡＭ、Ｒ２２より読み出した可変長レコー
ド２００のフラグ２１１がｒＯＪであれば、その可変長
レコード２００をＲＡＭ、Ｗ２１に転送し、フラグ２１
１が「１」　（伸長）であれば、読み出した可変長レコ
ード２００に対応する伸長レコードをプールファイルＡ
（ＰＬ）から読み出しＲＡＭ、Ｗ２１に転送する。また
、可変長レコード２００のフラグ２１１が「２」　（削
除）であれば、その可変長レコード２２０はＲＡＭ。

Ｗ２１には転送しない。

上記処理５Ｃ１７でＲＡＭ、Ｗ２１に可変長レコード２
００または伸長レコードを書き込んだ後、ＲＡＭ、Ｗ２
１に書き込んだレコードのレコード長を累計し、そのレ
コード長の累計値を特には図示していないデータ容量レ
ジスタに格納する（処理５Ｃ１８）。

次にＴＸ　２／３フラグがセットされているか判別しく
処理ＳＣＩ　９）　、Ｔｘ２／３フラグがセントされて
いなければデータ容量レジスタに格納されているレコー
ド長の累計値がＴＸ２／３以上であるか判別する（処理
５Ｃ２０）。そして、まだＴＸ２／３以上になっていな
ければ、再び前記処理５ＣＩＯ〜処理ＳＣ２０を繰り返
す。

このように、ＲＡＭ、Ｒ２２から、キー順に可変長レコ
ード２００を順次読み出して、その可変長レコード２０
０が削除レコード（フラグ２１１が「２」にセットされ
ている可変長レコード２００でなければ、ＲＡＭ、Ｗ２
１へ可変長レコード２００または可変長レコード２００
に対応する伸長レコードを書き込んでいくので、ＲＡＭ
、Ｗ２１に書き込まれるレコードのレコード長の累計値
はしだいに増加していく。

そして、前記処理ＳＣ２０でデータ容量レジスタに格納
されているレコード長の累計値がＴ×２／３以上となっ
た場合には、その時のＲＡＭ。

Ｗ２１のデータ容量と、前記処理５Ｃ１７でＲＡＭ、Ｗ
２１へ最後に書き込んだレコードのレコード位置をセー
ブ（ＳＡＶＥ）Ｌ（処理ＳＣ２１）、ＴＸ２／３ＫＢフ
ラグをセット・する（処理５Ｃ２２）。

続けて、データ容量レジスタに格納されているＲＡＭ、
Ｗ２１に書き込まれたレコードのレコード長の累計が所
定容ｉＴ以上となったかどうかを判別する（処理５Ｃ２
３）。そして、レコード長の累計が所定容ＩＴ以上とな
っていると判別した場合には、重犯処理ＳＣ２１でセー
ブしたデータ容量とレコード位置を読み出しく処理５Ｃ
２４）、ＲＡＭ、Ｗ２１の先頭に格納されている可変長
レコード２００のキーと、前記データ容■を基にインデ
ックス情報１７１を作成し、ＲＡＭ、Ｘ２０へ書き込む
（処理ＳＣ２５゜）続けて、新たな分割ファイルを作成しく処理５Ｃ２６）
、その新分割ファイルへＲＡＭ、Ｗ２１内の先頭から前
記処理ＳＣ２１でセーブされたデータ容量分の可変長レ
コード２００を書き込み（処理５Ｃ２７）、可変長レコ
ード２００の書き込み終了後その新分割ファイルをクロ
ーズする（処理５Ｃ２８）。

次に、データ容量レジスタに格納されているレコード長
の累計値から処理ＳＣ２１でセーブしたデータ容量を減
算しその減算結果をデータ容量レジスタに格納する（処
理５Ｃ２９）。

次に、ＲＡＭ、Ｗ２１内の前記処理ＳＣ２１でセーブし
たレコード位置にある可変長レコード２００の次の可変
長レコード２００から、データ容量レジスタに格納され
ているデータ容量に等しい新分割ファイルに書き込みを
行わなかった残りの可変長レコード２００をＲＡＭ、Ｗ
２１の先頭へ転送するく処理５Ｃ３０）。

すなわち、分割ファイルＡ　（ｉ）の再編成を行った結
果、伸長レコードの数が多くて、新たな分割ファイルの
データ容量がＴＸ２／３以上となる場合には、ＲＡＭ、
Ｗ２１に格納される可変長レコード２００のデータ容量
がＴ以上となった時点で、新たな分割ファイルとその新
分割ファイルに対応するインデックス情報１７１を作成
する。そして、新分割ファイルに格納されなかった残り
の可変長レコード２００を、ＲＡＭ、Ｗ２１の先頭へ転
送し、その残りの可変長レコード２００のデータ容量を
データ容量レジスタに記憶する。

以上のようにして、新分割ファイルを作成した後、再び
ＲＡＭ、Ｒ２２から次の可変長レコード２００を読み出
し、前述のようにして前記処理５Ｃ３０で転送した可変
長レコード２００に続けてＲＡＭ、Ｗ２１にレコードを
書き込んでいく。

そして、ＲＡＭ、Ｒ２２から全ての可変長レコード２０
０を読み出した場合には（処理５ＣＩＩ）、ＲＡＭ、Ｗ
２１に格納されている先頭のレコードのキーとデータ容
量レジスタに格納されているデータ容量（レコード長の
累計値）を基にインデックス情＋Ｉｌｌ　７１を作成し
、ＲＡＭ、Ｘ２０に書き込む（処理ＳＣ３１）。

続け°ζ、ＲＡＭ、Ｗ２１に格納されているデータ容量
レジスタに格納されているデータ容量分のレコードを前
記処理ＳＣ６でオーブンした該当分割ファイルＡ　（ｉ
）へ書き込み（処理５Ｃ３２）、書−き込み終了後、そ
の該当分割ファ・イルをクローズする（処理５Ｃ３３）
。

そして、ＲＡＭ、Ｗ２１をデータクリアし、データ容量
レジスタを「０」にリセットする（処理５Ｃ３４）。

このようにして、レコード更新の結果、伸長レコード“
の数が増加した分割ファイルＡ　（ｉ）に対しては、新
たな分割ファ・イルＡ（ｊ）が作成される。この結果、
１個の分割ファイルが複数の分割ファイルに再編成され
る。そして、新たに作成された分割ファイルΔ（ｊ）に
対してインデックス情１８１７１が作成されＲＡＭ、Ｘ
２０に書き込まれる。

以上のようにして、１つの分割ファイルＡ　（ｉ）に対
する再編成処理が終了すると、次の分割ファイルＡ（ｉ
＋−１＞に対応するインデックス情報１７１を読み出し
く処理５Ｃ２）　、上述と同様の処理を行う。

このようにして、分割ファイルＡ（１）、Ａ　（２）　
、・・・、Ａ　（ｎ）が順次、再編成され、全てのイン
デックス情報１７１について変更フラグの有無のチエツ
クが終了するとく処理５Ｃ３）、ＲＡＭ、Ｘ２０の内容
をインデックスファイルΔ（１ｘ）に書き込み（処理５
Ｃ３５）、インデックスファイルＡ（ｉｘ）をクローズ
するく処理５Ｃａ６）。

さらに続けて、プールファイルΔ（Ｐｌ）を初期化する
（処理５Ｃ３７）。

このように、変更フラグが「１」にセントされているイ
ンデックス情報１７１に対応する分割ファイルＡ　（ｉ
）に対してのみ、再編成処理を行うので、データ容量の
大きな索引順次編成ファ２イルであっても、所定容量単
位で適当な曲数の分割ファイル八（ｉ）に分割するごと
によってファイルの再編成を高速に行うことが可能とな
る。

また、分割ファイルＡ　（ｉ）の再編成の結果、隣接す
る２つの分割ファイルの合計容量が所定容量以下になっ
た場合には、その２つの分割ファイルを併合すようにし
てもよい。

なお、本実施例ではレコードの追加は行っていないが、
レコー１ｚの追加も、可変長レコード内に追加フラグを
設しＪ、追加レコードをプールファイルに格納するよう
にすることにより伸長レコードとほぼ同様にして容易に
実現できる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、１つの索引順次、ｔ、Ｉ成ファイルを
所定容量の分割ファイルに分割し、各分割ファイル毎に
各分割ファイルの先頭に格納されるレコードのキー等か
ら成るインデックス情報を作成する。そして、そのイン
デックス情報をインデックスファイルに格納するので、
レコードの更新、集計時にはインテ・／クス情報を参照
して更新、集計の対象となるレコードが格納されている
分割ファイルのみをアクセスすればよく、レコードの更
新、集計を高速に行うことができる。

また、インデックス情報に分割ファイル内に削除レコー
ドまたは伸長レコードが含まれるかの情報を記↑、＠シ
た場合には、ファイルの再編成は、インデックス情報を
参照して削除レコードや伸長レコードを含む分割ファイ
ルに対してのみ行うことが可能となり、ファイルの再編
成を効イ１良く、高速に行うことができる。

さらに、各分割ファイルのデータ容ロ金インデックス情
報Ｇこ記ｆ、αするようにした場合には、インデックス
情報を参照して、データ容量の極端に小さな分割ファイ
ルを隣接する分割ファイルに併合して、各分割ファイル
を常にアクセス効率の良い所定容量で管理することが可
能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の機能ブロック図、第２図は一実施例のシステム構成図、第３図は可変長レコードの形式を示す図、第４図は分割
ファイルの内部構成図、第５図はインデックスファイル内の分割ファイルインデ
ックスの構成図、第６図はＣＰＵによるレコードの読み出し処理を説明す
るフローチャート、第７図はＣＰＵによるレコードの更新処理を説明するフ
ローチャート、第８図はＣＰＵによる分割ファイルの再編成処理を説明
するフローチャートである。１・・・分割ファイル、２・・・インデックスファイル、３・・・アクセス手段、４・・・レコード削除手段、５・・・第１の分割ファイル再編成手段、６・・・レコ
ード作成手段、プールファイル、第２の分割ファイル再編成手段、分割ファイル分割手段、・分割ファイル併合手段。

Claims

【特許請求の範囲】１）レコードをキー順に配列して記憶する少なくとも１
個の分割ファイルと、該分割ファイルの先頭レコードのキーをインデックス情
報として記憶するインデックスファイルと、該インデックスファイルのインデックス情報を参照して
前記各分割ファイルのレコードをアクセスするアクセス
手段と、レコードの削除要求が加わった際に、当該レコードに削
除レコードであることを示す情報を書き込むと共に、前
記インデックスファイル内の前記当該レコードを記憶す
る分割ファイルに対応するインデックス情報に削除レコ
ード有りの情報を書き込むレコード削除手段とを有する
ことを特徴とするファイル管理装置。２）前記インデックスファイル内のインデックス情報に
削除レコード有りの情報が記録されている分割ファイル
をキー順に再編成する第１の分割ファイル再編成手段を
有することを特徴とする請求項１記載のファイル管理装
置。３）レコードをキー順に配列して記憶する少なくとも１
個の分割ファイルと、該分割ファイルの先頭レコードのキーをインデックス情
報として記憶するインデックスファイルと、該インデックスファイルのインデックス情報を参照して
前記各分割ファイルのレコードをアクセスするアクセス
手段と、レコード長の伸長を伴うレコード更新の要求が加わった
際に、当該レコードに伸長レコードであることを示す情
報を書き込むと共に、新レコードを作成し、前記インデ
ックスファイル内のレコード更新の要求のあった当該レ
コードを格納する分割ファイルに対応するインデックス
情報に伸長レコード有りの情報を書き込むレコード作成
手段と、該レコード作成手段によって作成された前記新
レコードを格納するプールファイルとを有することを特
徴とするファイル管理装置。４）分割ファイル内に格納されている伸長が行われたレ
コードを前記プールファイルに格納されている前記レコ
ードに対応する伸長レコードに置き換えて前記インデッ
クスファイル内のインデックス情報に伸長レコード有り
の情報が記録されている分割ファイルをキー順に再編成
する第２の分割ファイル再編成手段と、前記第２の分割ファイル再編成手段により再編成された
分割ファイルが所定容量以上になった場合に、その分割
ファイルを分割する分割ファイル分割手段とを有するこ
とを特徴とする請求項３記載のファイル管理装置。５）前記第１の分割ファイル再編成手段または前記第２
の分割ファイル再編成手段により再編成された結果、隣
接する２つの分割ファイルの合計容量が所定容量以下に
なった場合にその隣接する２つの分割ファイルを併合す
る分割ファイル併合手段を有することを特徴とする請求
項２または４記載のファイル管理装置。６）前記分割ファイル分割手段は、分割ファイルの分割
の結果生じた新たな分割ファイルの編成に対応して前記
インデックスファイルのインデックス情報を書き換える
ことを特徴とする請求項４記載のファイル管理装置。７）前記分割ファイル併合手段は、分割ファイルの併合
の結果生じた新たな分割ファイルの編成に対応して前記
インデックスファイルのインデックス情報を書き換える
ことを特徴とする請求項５記載のファイル管理装置。