JPH027137A - ファイルシステム - 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】 ［産業上の利用分野］ この発明は、ＭＳ−Ｄｏ５　（、商標名）のファイルシ
ステムの改良に関する。

［発明の背景コ ＭＳ−Ｄｏのファイルシステムにおけるディスク上の領
域（ＦＤ、ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＯＭ等を含む）は第３図に
示すように予約領域の他に、ディレクトリ領域が設けら
れると共に、このディレクトリによって参照されるデー
タ領域（固定長ブロック）とＦＡＴ領域とが設けられて
いる。

一方、ファイルシステム上においては任意のファイルの
生成、更新、削除が必要なことから、般にはデータ領域
を固定長ブロックに分割し、それと１対ｌに対応するテ
ーブル即ち、ＦＡＴ領域を設け、このＦ　Ａ　Ｔ　（Ｆ
ｉｌｅ　Ａ１１ｏｃａｔｉｏｎ　Ｔａｂｌｅ）領域には
参照すべき次のブロックを示すコード（ブロックコード
であるが、以下はブロック番号と呼称する）を、現在の
ブロックに対応したＦＡＴ領域に格納することにより、
順次、参照すべきブロックをチェーン化し、これによっ
て１つのファイルを構築するようにしている。

例えば、第４図に示すように１つのファイルが４つの固
定長のブロック１００，１０２．１０５および１０６で
構築される場合において、ディレクトリ領域にエントリ
ーされたブロック８号が１００であるときには、このフ
ァイル先頭ブロックであるブロック１００に対応したＦ
ＡＴ領域に、次に参照されるべきブロック番号が記録さ
れる。

例えば、ブロック１００の次に参照されるブロックがブ
ロック１０２であるときには、原稿のブロック番号１０
０に対応したＦＡＴ領域に参照すべき、次のブロック番
号１０２が記録される。

以下同様に、対応するブロック番号のＦＡＴ領域には、
次に参照すべきブロック番号が記録される。

従って、第４図のように、ブロック１０２の次にはブロ
ック１０５が、ブロック１０５の次にはブロック１０６
が、そしてブロック１０６の次には先頭ブロックである
ブロック１００が夫々参照されることによって、１つの
ファイルが構築される場合においては、ブロック番号１
０２に対応するＦＡＴ領域にはブロック番号１０５が、
ブロック番号１０５に対応したＦＡＴ領域にはブロック
番号１０６が、そしてブロック番号１０６に対応したＦ
ＡＴ領域にはファイルの終端を示すコート（例えば、ヘ
キサデンマルコードのＦＦＦ等）が夫々記録される。

これによって、１つのファイルを参照する順序が図のよ
うな実線矢印の方向に、Ｉｌ［１次シフトして１つのフ
ァイル参照が完了することになる。

ところで、このＦＡＴ領域はテーブル１に用意されたＦ
ＡＴ領域であって、通常はテーブルｌのデータが破壊さ
れるとファイルシステム全体に対してアクセスが困難に
なるため、−船釣にはＦＡＴ領域としてのテーブルを複
数持つようにしている。具体的には、２つのテーブル１
，２を持ち、一方のテーブルが破壊された場合には、片
方のテーブルを使用することによって、アクセスできる
ようにしている。

従って、この場合には、テーブル２として用意されたＦ
ＡＴ領域に記録されるべきブロック番号は、テーブル１
のそれと全く同一である（第４図参照）。

［発明が解決しようとする課題］ ところで、上述したようなファイルシステムにおいては
、例えば、ファイルの先頭から終端へと順方向にアクセ
スする場合は、単にテーブル１に記録されたブロック番
号を追跡すればよい。

しかし、これとは逆にファイルの終端側から先頭へと逆
方向にアクセスしようとする場合は、再度ファイルの先
頭からテーブルに記録されたブロック番号を追い直さな
ければならない。そのため、逆方向からのアクセスに対
する処理時間がかかる欠点があった。

また、テーブルの破壊によるアクセス不能を回避するた
め、第４図に示すようにＦＡＴ領域は夫々テーブルｌと
、テーブル２に用意されるが、各々のテーブルには全く
同一のブロック番号が記録されることになる。そのため
、通常の場合においては、この記憶装置に無駄が生じる
欠点があった。

そこで、この発明では、このような点を考慮したもので
、特に逆方向からのアクセスに要する処理時間の短縮を
図ることができるファイルシステムを提案するものであ
る。

［課題を解決するための手段］ 上述の問題点を解決するため、この発明においては、デ
ータを固定長単位で記録するブロックと、ブロックの接
続状態を管理するテーブルを持つファイルシステムにお
いて、 上記管理テーブルとして、上記ブロックの順方向のつな
がりを示すものと、逆方向のつながりを示すものを持つ
ようにしたことを特徴とするものである。

［作　用コ ＦＡＴ領域として用意された２紐のテーブルの内容は、
同一のものではない。これによって、互いに逆方向のチ
ェーンとなるようにファイルが構築される。

即ち、テーブルｌにおいては、従前と同様に、次に参照
すべきブロックのブロック番号が、現行のブロック番号
に対応したＦＡＴ領域に記録される。

これに対して、テーブル２として用意されたＦＡＴ領域
においては、次に参照すべきブロックを示すＦＡＴの領
域に現在参照しているブロックのブロック番号が記録さ
れろ。

ＦＡＴ領域に記録されるべきブロック番号をこのように
した場合には、順方向からのアクセスは、テーブル１に
示すような順序（矢印方向）となり、逆方向からのアク
セスは、テーブル２に示すような順序（矢印方向）とな
る。

これによって、ファイル先頭のブロックに戻さないでも
、逆方向のファイル読み出しが可能になるため、アクセ
スに対する処理時間を大幅に短縮できる。

また、テーブル１とテーブル２の各ＦＡＴ領域には、夫
々異なるブロックデータが記録されているため、記憶装
置を有効に利用することができる。

［実　施　例］ 続いて、この発明に係るファイルシステムの一例を上述
したＭＳ−ＤＯＳのディスク領域に適用した場合につき
、第１図及び第２図を参照して詳細に説明する。

ＭＳ−ＤＯＳにおいては、第３図で示すようなディスク
（ＦＤ、ＲＡＭ、ＣＤ−ＲＡＭ等）上の領域を有すると
共に、ディレクトリ領域にはエントリーされたＦＡＴ領
域が記録されている。即ち、ファイルの先頭ブロックの
ブロック番号が記憶されている。この先頭ブロック番号
を参照することにより、第１図に示すようなファイルを
構築することができる。

この発明においては、２組のテーブル内容を同一のもの
とはしないで、ファイルアクセスが互いに逆方向のチェ
ーンとなるように構築されるものである。つまり、順方
向アクセスのときに使用されるテーブル１においては、
次に参照すべきブロックのブロック番号が現在参照して
いるブロック番号の対応するＦＡＴ領域に記録される。

これに対して、テーブル２に用意されたＦＡＴ領域にお
いては、次に参照すべきブロックを示すＦＡＴ領域に現
在参照しているブロックのブロック番号が記録される。

従って、第１図に示すように、４個のブロック１００．
１０２，１０５．　　および１０６によって１つのファ
イルが構築される場合には、テーブル１のＦＡＴ領域に
は、図のようなブロック番号が記録される。即ち、ディ
レクトリ領域にエントリーされたファイル先頭を示すブ
ロワ、り番号１００には、次に参照すべきブロック番号
１０２が記録される。そして、次に参照されたブロック
１０２においては、この次に参照すべきブロックのブロ
ック番号１０５が現在のブロック番号を示すＦＡＴ領域
に記録されることになる。

以下、同様にして夫々次に参照すべきブロック番号が現
行ブロックのＦＡＴ領域に記録されることによって、　
１つのファイルが構築される。

これに対して、テーブル２に用意されたＦＡＴ領域に間
しては、次に参照すべきブロック番号に現在参照してい
るブロック番号が記録される。

例えば、現在ブロック１００を参照しているとき、次に
参照されるブロック１０２の対応するＦＡＴ領域には、
現在のブロック番号１００が記録される。

こうすると、順方向アクセスに対して、逆方向アクセス
は全く逆の順序で各ブロックをアクセスすることになる
。従って、逆方向アクセスの場合に、ファイル先頭ブロ
ックに常に戻って、その先頭ブロックよりブロックを参
照するようなことはない。

第２図はこのようなファイル書き込み時のブロック接続
ルーチンの一例を示すフローチャートである。

まず、このルーチン１０がスタートすると、データが現
在のブロックに納まるかどうかがチエツクされる（ステ
ップ１１）。１つのファイルを構築するデータが１個の
固定長ブロック内に納まることができれば、１つのブロ
ックによって１つのファイルが構築されることになるか
ら、この場合においては、そのブロックに対応するデー
タが舛き込まれる（ステップ１２）。

これに対して、データが現在のブロックに納められない
ときには、次に空きブロックが存在するかどうかが判別
される（ステップ１３）。空きブロックがないときには
、１つのファイルを構築てきないため、このときにはエ
ラーフラグがセットされ、ファイル書き込み処理ルーチ
ンから抜ける（ステップ１４）。

次に、参照すべき空きブロックが存在しているときには
、空きブロックを１個取得し、その後現在のブロックを
示すＦＡＴ領域に取得した空きブロックのブロック番号
が書き込まれる（ステップ１５．１６）。この処理ステ
ップは、第１図に示すテーブル１におけるＦＡＴ領域の
書き込み処理である。

次に、このブロック番号の書き込みが終了すると、取得
した空きブロックを示すＦ　Ａ　Ｔ　ＷＩ域に現在参照
しているブロックのブロック番号が書き込まれる（ステ
ップ１７）。これはテーブル２に周章されたＦＡＴ領域
に対する書き込み処理ステップである。

このような一連のＦＡＴ領域へのブロック番号の書き込
みが終了すると、対応するブロックにデータが書き込ま
れる。このようなファイル書き込み処理が１つのファイ
ルを構築する全てのブロックに対して実行される。

このようなファイルの書き込みを行なうことによって、
ファイルを先頭から順に終端に向かって順方向にアクセ
スする場合には、テーブル１を追うことによって、次の
ブロックに移動することができる。

これに対して、逆方向にアクセスする場合には、テーブ
ル２を追うことにより、１個前のブロックに移動するこ
とができる。

なお、テーブル１，２の内いずれかが破壊された場合に
は、他の場所に新たにテーブルを作成してもよいし、物
理的に破壊されていない場合には、正常な側のテーブル
データを基に新しいテーブルを復旧してもよい。

また、復旧を行なわなくても、破壊検出後には片方の正
常なテーブルのみでアクセスできるように処理ルーチン
を構築してもよい。

［発明の効果］ 以上説明したように、この発明はデータを固定長単位で
記録するブロックと、ブロックの接続状態を管理するテ
ーブルを持つファイルシステムにおいて、 管理テーブルとして、ブロックの順方向のつながりを示
すものと、逆方向のつながりを示すものを持つようにし
たものである。

したがって、この発明によれば、ファイルの終端から先
頭へ逆方向にアクセスする場合においても、その直前の
ブロックをアクセスすることができるから、アクセスに
要する処理時間を従来よりも大幅に短縮することができ
る。

また、この発明においては、同一のテーブルを２組以上
持つようなファイルシステムではないため、記憶装置の
無駄が生じないので、記憶装置を有効活用できる特徴を
有する。

従って、この発明に係るファイルシステムは、上述した
ＭＳ−ＤＯ３のファイルシステムに適用して極めて好適
である。

続ルーチンの一例を示すフローチャート、第３図はディ
スク上の領域を示す図、第４図はＦＡＴ領域とデータ領
域の関係を示す図である。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）データを固定長単位で記録するブロックと、ブロ
   ックの接続状態を管理するテーブルを持つファイルシス
   テムにおいて、 上記管理テーブルとして、上記ブロックの順方向のつな
   がりを示すものと、逆方向のつながりを示すものを持つ
   ようにしたことを特徴とするファイルシステム。