JPH02306331A - 物理的連続性を持った動的ブロック獲得方法 - Google Patents

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】 〔概要〕 同一ファイルのデータ・ブロックが可能な限り連続して
獲得するようにした動的ブロック獲得方法に関し、 ＤＡＳＤ系の補助記憶装置に対するアクセス時に、ファ
イル領域の事前獲得を行うことなく′１理的に連続した
領域を獲得することを目的とし、ＤＡＳＤ系の記録媒体
のデータ・ブロック領域を、複数個のデータ・ブロック
から構成される論理シリンダの複数個に分割し、 ファ・イルのデータ・ブロック獲得要求が最初のもので
ある時には、未使用論理シリンダがあるか否かを調べ、
未使用論理シリンダがある場合には未使用論理シリンダ
の中に存在するデータ・ブロックを獲得し、 ファイルめデータ・ブロック獲得要求が最初のものでな
い時には、可能な限り、当該ファイルに対して獲得した
既存のデータ・ブロックに物理的に連続するようにして
データ・ブロックを獲ｊ１することを構成要件としてい
る。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、同一ファイルのデータ・ブロックが可能な限
り連続して獲得するようにした動的ブロック獲得方法に
関するものである。

〔従来の技術］ 第１０図は従来のデータ・ブロックの配置を説明する図
である。

従来、物理的に連続した領域（物理的なアドレスが連続
している領域）を獲得する場合、事前獲得処理が必須と
なっており、そのためには、予めファイル・サイズの見
積もりが必要となる。第１０図（ａ）はファイル領域の
事前獲得を行った後に、データ・ブロックの獲得を行う
従来例を説明する図である。（１）のように、応用プロ
グラムがＡファイル作成と言うコマンドを発行すると、
物理的に連続したＡファイル領域が割り当てられる。（
２）のように、Ｂファイル作成と言うコマンドが発行さ
れると、物理的に連続したＢファイル領域が割り当てら
れる。（３）のように、Ａファイル・フ゛ロック獲得と
言うコマンドが発行されると、Ａファイル領域の中のデ
ータ・ブロックが割り当てられる。

（４）のように、Ｂファイル・ブロック獲得と言うコマ
ンドが発行されると、Ｂファイル領域の中のデータ・ブ
ロックが割り当てられる。（５）のように、再びＡファ
イル作成と言うコマンドが発行されると、Ａファイル領
域が追加される。

また、従来の技術でもファイル・サイズの見積もり杏不
要とするために、データ・ブＩｌ：Ｊツクを動的に獲得
する方法がある。第１０図（ｂ）はデータ・ブロックの
動的獲得を行う従来例を示す図である。

（１）のように、Ａファイル・ブロック獲得と言うコマ
ンドが発行されると、Ａファイルのためにデータ・ブロ
ック（１番地の）が割り当てられる。（２）のように、
Ｂファイル・ブロック獲得と言うコマンドが発行される
と、Ｂファイルのためにデータ・ブロック（２番地の）
が割り当てられる。（３）のように、再びＡファイル・
ブロック獲得と言うコマンドが発行されると、Ａファイ
ルのためにデータ・ブロック（３番地の）が割り当てら
れる。（４）のように、再び８７１４月ハブロック獲得
と言・うコマンドが発行されると、Ｂファイルのために
データ・ブロック（４番地の）が割り当てられる。

第１１図は従来のファイル・システムの構造を説明する
図である。従来のファイル・システムは、ダミー・ブロ
ンク、スーパ・ブロック、１ｎｏｄｅリスト領域、デー
タ・ブロック領域および連続域領域などを有している。

スーパ・ブロックは、ファイル・システムの管理を行う
領域である。１ｎｏｄｅリスト６Ｎ域は、ファイルのｉ
　ｎ　ｏ　ｄｅを管理する領域である。データ・ブロッ
ク領域は、実際にｔｎｏｄｅまたはデータ・ブロックが
存在する領域である。連続域領域は、連続域ファイルを
作成する領域である。なお、１ｎｏｄｅは、Ｉｎｄｅｘ
−Ｎｏｄｅ　（索引ノード）の略である。

第１２図は連続域ファイルを説明する図である。

１ｎｏｄｅは、１２８バイトの大きさを有しており、３
２個のエントリ（１個は４バイト）に分割されている。

先頭のｉ　ｎ　ｏ　ｄ　ｅはファイルに１対１に対応し
ている。

１ｎｏｄｅは、１個の初期エクステント（ｎブロック）
及び９個の拡張エクステントを直接指定することが出来
、２５６個の拡張エクステントをインダイレクト１ｎｏ
ｄｅを介して間接的に指定することが出来る。

第１３図は通常ファイルを説明する図である。

１ｎｏｄｅは、１０個のデータ・ブロックを直接指定す
ることが出来、１個のレベル１のインダイレクト１ｎｏ
ｄｅを介して２５６個のデータ・ブロックを間接的に指
定することが出来る。また、１個のレベル１のインダイ
レクト１ｎｏｄｅ及び２５６個のレベル２のインダイレ
クト１ｎｏｄｅを介して２５６２個のデータ・ブロック
を間接的に指定することが出来る。更に、１個のレベル
１のインダイ！／クト１ｎｏｄｅ、２５６個のレベル２
のインダイレクト１ｎｏｄｅ及び２５６２個のレベル３
のインダイレクト１ｎｏｄｅを介して２５６１個のデー
タ・ブロックを間接的に指定することが出来る。図示の
例は、１個のファイルに対して１０＋２５６＋２５６２
＋２５６’個のデータ・ブロックを割り当てた場合を示
している。

第１４図は従来の技術におけるブロックの割り当て方法
を説明する図である。

第１４図（ａ）は通常のファイルの場合のブロックの割
り当て方法を説明する図である。通常のファイルの空ブ
ロックの管理方法は、図示のようにチェイン方式になっ
ており、チェインの最後のブロックから獲得する。従っ
て、複数のファイルから同時にブロック獲得を行うと、
ブロックの連続２性を保証することができない。

第１４図（ｂ）は連続域ファイルの場合のブロックの割
り当て方法を説明する図である。連続域ファイルの空ブ
ロック管理方法は、連続した空ブロック群の先頭ブロッ
ク番号とブロック数で管理し、ブロック獲得時はエント
リの操作を行う。

〔発明が解決しようとする課題］ 第１０図（ａ）に示すように、ファイル領域を事前獲得
した後にファイルのデータ・ブロックを獲得する方法を
採用した場合には、予めファイル・サイズを見積もる必
要がある。ファイル・サイズの見積もりを行うにはデー
タ量の計算が必要になり、見積もりよりも大きな領域が
必要になった時にはファイル領域追加の処理を行う必要
がある。プログラムを作成する場合、ファイル・サイズ
の見積もりのためのデータ量の計算やファイル領域追加
の処理を意識する必要があるので、プログラムが複雑化
すると言う欠点があった。更に、ファイル領域の事前獲
得を行った場合には、ファイル領域の中に使用されない
データ・ブロックが生じ、データ・ブロック領域が無駄
に使用されると言う問題点があった。

第１０図（ｂ）に示すように、データ・ブロックを動的
に獲得する方法を採用した場合には、成るファイルに対
して物理的に連続したデータ・ブロックが割り当てられ
ると言う保証がなく、データ・アクセス時にシーク動作
が増大し、安定な性能が期待できないと言う問題点があ
った。

本発明は、この点に鑑みて創作されたものであって、Ｄ
ＡＳＤ系（ディスクまたはＦＰＤ）の補助記憶装置に対
するアクセス時に、ファイル領域の事前獲得を行うこと
なく、物理的に連続した領域を獲得することを目的とし
ている。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の物理的連続性を持った動的ブロック獲得方法は
、 ＤＡＳＤ系の記録媒体のデータ・ブロック領域を、複数
個のデータ・ブロックから構成される論理シリンダの複
数個に分割し、 ファイルのデータ・ブロック獲得要求が最初のものであ
る時には、未使用論理シリンダがあるか否かを調べ、未
使用論理シリンダがある場合には未使用論理シリンダの
中に存在するデータ・ブロックを獲得し、 ファイルのデータ・ブロック獲得要求が最初のものでな
い時には、可能な限り、当該ファイルに対して獲得した
既存のデータ・ブロックに物理的に連続するようにして
データ・ブロックを獲得する ことを特徴とするものである。

第１図は本発明の詳細な説明する図である。（１）のよ
うに、Ａファイル・ブロック獲得要求が発行されると、
未使用論理シリンダの中のデータ・ブロック（１番地）
を獲得する。（２）のように、Ｂファイル・ブロック獲
得要求が発行されると、他の未使用論理シリンダの中の
データ・ブロック（２１番地）を獲得する。（３）のよ
うに、再びＡファイル・ブロック獲得要求が発行される
と、２番地のデータ・ブロックを獲得する。（４）のよ
うに、再びＢファイル・ブロック獲得要求が発行される
と、２２番地のデータ・ブロックを獲得する。このよう
に、Ａファイルのデータ・ブロックは可能な限り物理的
に連続して獲得され、同様に、Ｂファイルのデータ・ブ
ロックも可能な限り物理的に連続して獲得される。

〔実施例］ 第２図は本発明のファイル・システムの構造を説明する
図である。本発明のファイル・システムは、ダミー・ブ
ロック、スーパ・ブロンク１．ビント・マツプｌ、１ｎ
ｏｄｅ管理テーブル、デ・−夕・フ゛１コンク領域、ビ
、ント・マンツブ２．ダミー　・ブロック、スーパ・ブ
ロック２等を有している。

スーパ・ブロック１は、ファイル・システム全体の管理
を行う領域であり、具体的には、ピント・マツプ・サイ
ズ、［ＣＴ先頭アドレス／ザサイ。

データ・ブロック領域先頭アドレス／サイズ等の情報を
格納する。スーパ・ブロック２は、スーパ・ブロック１
のコピーである。１ｎｏｄｅ管理テーブル（ＩＣＴ：Ｉ
ｎｏｄｅ　Ｃｏｎｔ、ｒｏｌ　Ｔａｂｌｅ）は、１ｎｏ
ｄｅ番号とブロック・アドレスの変換を行・うテーブル
である。ビット・マツプ１は、ファイル・システムのブ
ロック使用状況を管理する領域であり、１ビットが１デ
ータ・ブロックに対応する。ピント・マツプ２は、ビッ
ト・マツプ１のコピーである。データ・ブロック領域は
、実際に１ｎｏｄｅ又はデータ・ブロックが存在する領
域である。データ・ブロック領域は、成る特定のサイズ
を持つ複数のブロック群に論理的に分割され、このブロ
ック群を論理シリンダと呼ぶ。

第３図は本発明のファイルの構造を説明する図である。

１ｎｏｄｅは、１０２４バイトの大きさを持ち、１２８
個のエントリ（ｌエントリは８ハイド）に分割されてい
る。１ｎｏｄｅは、１０９個のデータ・ブロック・エン
トリと、３個のインダイレクト１ｎｏｄｅエントリとを
有している。

データ・ブロック・エントリ１は、ブロック番号記入欄
ど、ブロック数記入欄とを有しており、ブロック番号記
入欄の値はデータ・ブロック群の先頭アドレスを示し、
ブロック数記入欄の値はデータ・ブロック群のブロック
数を表す。他のデータ・ブロック・エントリも同様な形
式を有している。

インダイレクト１ｎｏｄｅエントリは、ブロック番号記
入欄と、ブロック数記入欄とを有しており、ブロック番
号記入欄の値はインダイレクト１ｎｏｄｅのアドレスを
示しており、ブロック数記入欄の値は常に１である。イ
ンダイレフｌ−１ｎ。

ｄＣエントリ１によってポイントされているインダイレ
フ）ｉｎｏｄｅは、１２８個のデータ・ブロック・エン
トリを有している。１個のレベル１のインダイレクト１
ｎｏｄｅを介することよって、１２８個のデータ・ブロ
ック群を指定することが出来る。

インダイレクト１ｎｏｄｅエントリ２は、レベル１のイ
ンダイレクト１ｎｏｄｅをポイントしており、レベル１
のインダイレフＩ−ｉ　ｎ　ｏ　ｄ　ｅは１２８個のイ
ンダイレクト１ｎｏｄｅエン１−りを有しており、各イ
ンダイレクト１ｎｏｄｅエントリはレベル２のインダイ
レクト１ｎｏｄｅをポイントしており、レベル２のイン
ダイレクト１ｒｉｏｄｅはそれぞれ１２８個のデータ・
ブロック・エントリを有している。１個のレベル１のイ
ンダイレフ）ｉｎｏｄｅ及び１２８個のレベル２のイン
ダイレクト１ｎｏｄｅを介することによって、１２Ｂ２
個のデータ・ブロック群を指定することがことが出来る
。

インダイレクト１ｎｏｄｅエントリ３はレベルｌのイン
ダイレクト１ｎｏｄｅをボイントシており、レベル１の
インダイレフｔ−ｉ　ｎ　ｏ　ｄ　ｅは１２８個のレベ
ル２のインダイＩ／りｌ−ｉ　ｎ　ｏ　ｄ　ｅエントリ
を有しており、１２８個のレベル２のインダイレフ）ｉ
ｎｏｄｅはそれぞれ１２８個のレベル３のインダイレク
ト１ｎｏｄｅをポイントしており、１２８２個のレベル
３のインダイレクトｉｎｏ　ｄ、　ｅはそれぞれ１２８
個のデータ・ブロック・エントりを有している。１個の
レベルｌのインダイレフ１−ｉｎｏｄｅ、１２８個のレ
ベル２のインダイレクト１ｎｏｄｅ及び１２８２個のレ
ベル３のインダイレクト１ｎｏｄｅを介することによっ
て、１２８３個のデータ・ブロック群を指定することが
出来る。

従って、１個の１ｎｏｄｅで指定される最大のデータ・
ブロック群の数は、 １０９＋１２８＋１２８”　＋１２８３となる。

第４図は本発明におけるデータ・ブロックの管理状況含
説明する図である。ビット・マツプの各ビットはデータ
・ブロックに１対１に対応しており、データ・ブロック
が使用中のときには対応するビットの値が１とされ、デ
ータ・ブ１７ツクが未使用のときには対応するビットの
値が０とされる。

第５図は本発明のブ１コック割り当て方法を説明する図
である。

■　獲得ブロック種別を調べる。データ・ブロックのと
きは■の処理に進み、１ｎｏｄｅのときは■の処理に進
む。

■　データ・ブロック獲得の対象とするファイルにデー
タが既に存在するか否かを調べる。存在しない場合には
■の処理に進み、存在する場合には■の処理に進む。

■　１ｎｏｄｅがある論理シリンダに要求サイズの空が
あるか否かを調べる。ある場合には■の処理に進み、な
い場合には■の処理に進む。

■　データの直後に要求ブロンク分の空があるか否かを
調べる。ある場合には■の処理に進み、ない場合には■
の処理に進む。

■　データ・ブロックの直後からブロックの獲得を行う
。

■　次の論理シリンダを選択する。

■　論理シリンダ内に要求ブ１−ｌンク分の空があるか
否かを調べる。ある場合には■の処理に進み、ない場合
には■の処理に戻る。

■　論理シリンダの前方から要求サイズ分のブロックの
獲得を行う。

■　未使用シリンダがあるか否かを調べる。ある場合に
は■の処理に進む。ない場合には０の処理に進む。

［相］　未使用論理シリンダの一番後ろの空きブロック
を獲得する。

■　空ブロンクがあるか否かを３ｍべる。ある場合には
＠の処理に進み、ない場合には０の処理に進む。

■　獲得されていない論理シリンダを検索する。

ある場合には■の処理に進み、ない場合には■の処理に
進む。

■　論理シリンダの一番後ろの空ブロンクを獲１１する
。

■　空領域不足の表示を行う。

■　待ち合わせ処理を行う。

第６図はブロックの獲得方法を示す図である。

同図に示すように、データ・ブロックは論理シリンダの
前方から獲得し、１ｎｏｄｅブロツクは論理シリンダの
後方から獲得する。

ブロック獲得要求の方法について説明する。ブロック獲
得要求は、プログラム中から以下の各命令を発行するこ
とより、システムに対して発行される。

〔プログラム例〕

■　ｍａｉｎ（） ■　　　　　　ｏｐｅｎ（ＡＰＩＣＥ、モード）；■　
　　　ｗｒｉｔｅ　（書込みバイト）；■　　　　ｃｌ
ｏｓｅ（）： 上記のプログラムを解説すると、下記のようになる。

■　プログラムの開始を宣言する。

■　ＡＰＩＬＥ　と言うファイルの使用開始を宣言する
。

このとき同時にモードと言う項目で、使用方法を設定す
るが、このモードにより１ｎｏｄｅブロツクの獲得を行
うか否かが決定される。

［モートド ファイル作成モード； １ｎｏｄｅブロツクの獲得を行い、ファイルの使用開始
を宣言する。

・ファイル更新モード： ファイルの使用開始を宣言する。

・ファイル参照モード： ファイルの使用開始を宣言する。

■　データの書込みを行う。この命令が発行されると、
書込みバイトにより必要なブロック数分のデータ・ブロ
ックが獲得される。

■　プログラムの終了を宣言する。

第７図は本発明のファイル・システムの論理構造を示す
。同図において、／１ロ、○は下記のような意味を有し
ている。

／：ルート・ディレクトリ・ファイル ファイル・システムの基点となるディレクトリす・ファ
イルであり、物理的位置は固定である。

ロ：ディレクトリ・ファイル ディレクトリ・ファイルは、その配下のファイル名と１
ｎｏｄｅ番号を管理し、ファイル・システムのツリー構
造を実現している。

Ｏ：データ・ファイル データ・ファイルは、ファイル・システムの終端に存在
し、データ・ブロックの管理を行っている。

ファイル・システムに含まれるファイルは、第７図のよ
うに管理されており、ファイルを特定する場合は、例え
ば Ｇファイルのフルパス：／Ｂ／Ｆ／Ｇ のようなフル・バスと呼ばれる方法で、ルート・ディレ
クトリから目的のファイルまでを記述する。

第８図は本発明のファイル・システムの物理構造を示す
図である。ファイル・システムを構成するＩＣＴおよび
ブイレフ１〜す・ファイルの物理構造を第８図に示し、
第７図でバス名にｒ／Ｂ／Ｆ／　Ｇ　」が指定された場
合のブロックの検索方法を以下に説明する。

■　ＩｃＴからルート・ディレクトりの１ｎｏｄｅブロ
ンク・アドレスを求める。（ルート・・ディレクトリの
ｉ　ｎｏｄｅ番号は０２で固定）■　ルート・ディレク
トリの１ｎｏｄｅから、ルート・ディレクトリのディレ
クトす・ブロック・アドレスを求める。

■　ディレクトリ・ブロックのファイル名領域からファ
イル名Ｉ　Ｂ　ｌを検索し、対応するｉｎ。

ｃｉ　ｅ番号０４を求める。

■　ＩＣＴから１ｎｏｄｅ番号０４を検索して、ｌ　Ｂ
　ｌファイルの１ｎｏｄｅブロツク・ア［ルスを検索す
る。

■　同様に、＋　ｎ　ｌファイルのブイレフ１す・ブロ
ックから“Ｆ′ファイルの１ｎｏｄｅ１号を、ｌ　Ｆ　
ｌファイルのディレクトリ・ブロックからｌ　Ｇ　ｌフ
ァイルの１ｎｏｄｅ番号を求める。

■　ＩＣＴからＴ　Ｇ　ｌファイルの１ｎｏｄｅアドレ
スを求め、１ｎｏｄｅからデータ・ブロックのアドレス
を求める。

上記の処理により、ファイル名からデータ・ブロックの
特定を行う。

第９図は応用プログラムとファイル・システムの関係を
示す図である。応用プログラムとファイル・システムの
間には、ファイル・システム管理プログラムとディスク
・ドライバが介在する。ファイル・システム管理プログ
ラムはＯＳプログラムの中に存在し、第５図に示される
ような処理はファイル・システム管理プログラムによっ
て行われる。ディスク・ドライバは、ディスク装置を直
接制御するものである。

〔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、ファ
イル領域の事前獲得処理が不要になるため、ファイル・
サイズの見積もりがなくなり、プログラムを簡単化する
ことが出来ると共に、データ・ブロックの分散による性
能劣化を防くことが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図、第２図は本発明のファイ
ル・システムの構造を説明する図、第３図は本発明のフ
ァイルの構造を説明する図、第４図は本発明におけるデ
ータ・ブロックの管理状況を説明する図、第５図は本発
明のブロック割り当て方法を説明する図、第６図はブロ
ックの獲得方法を示す図、第７図は本発明のファイル・
システムの論理構造を示す図、第８図は本発明のファイ
ル・システムの物理構造を示す図、第９図は応用プログ
ラムとファイル・システムの関係を示す図、第１０図は
従来のデータ・ブロックの配置を説明する図、第１１図
は従来のファイル・システムの構造を説明する図、第１
２図は連続域ファイルを説明する図、第１３図は通常フ
ァイル査説明する図、第１４図は従来の技術におけるブ
ロックの割り当て方法を説明する図である。 特許出願人　　　株式会社ビーエフニー代理人弁理士　
　京　谷　四　部 ○、ヘフフイｊレフ゛□口・７ノフ ◇　５フフイルア゛コ・・ラフ ロ１質裡ジリンク゛ 参貞ツヨ用の・党斤説日目回 高ｊ図 ファイ）し・シス、テＬ、のｔＭｌ 嘉７図 ファイ）し・システムの一県４を 躬８図 、・曵用フ０ロク゛ラムとフヱ４　＋１．−システム第
ｑ図 （久） ○　ヘア？仁し　ア″口・ツク ◇　づファイル・フロ・／’７ イ芝束のテーツ　フ′口・・ノフのぞ１諸ＨＱ図 イ之えのフフイＩし・シ又テＬ＼の不立遣第１１図 」１Ｈゴ代フヱイ）し くｂ） ブ′ロ１４．フの字」り当て方５尺 第１４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＤＡＳＤ系の記録媒体のデータ・ブロック領域を、複数
   個のデータ・ブロックから構成される論理シリンダの複
   数個に分割し、 ファイルのデータ・ブロック獲得要求が最初のものであ
   る時には、未使用論理シリンダがあるか否かを調べ、未
   使用論理シリンダがある場合には未使用論理シリンダの
   中に存在するデータ・ブロックを獲得し、 ファイルのデータ・ブロック獲得要求が最初のものでな
   い時には、可能な限り、当該ファイルに対して獲得した
   既存のデータ・ブロックに物理的に連続するようにして
   データ・ブロックを獲得する ことを特徴とする物理的連続性を持った動的ブロック獲
   得方法。