JPH0296213A - 階層ビットマップによる二次記憶管理方法 - Google Patents
階層ビットマップによる二次記憶管理方法Info
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- JPH0296213A JPH0296213A JP63247326A JP24732688A JPH0296213A JP H0296213 A JPH0296213 A JP H0296213A JP 63247326 A JP63247326 A JP 63247326A JP 24732688 A JP24732688 A JP 24732688A JP H0296213 A JPH0296213 A JP H0296213A
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- JP
- Japan
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- block
- bitmap
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- area
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- Pending
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- 238000000034 method Methods 0.000 title abstract description 14
- 238000007726 management method Methods 0.000 claims description 9
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 9
- 239000011232 storage material Substances 0.000 description 1
Landscapes
- 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、電子計算機の記憶装置と処理装置とに関し、
特にデータベースの格納手段等に用いられる二次記憶装
置上のデータの管理方法に関する。
特にデータベースの格納手段等に用いられる二次記憶装
置上のデータの管理方法に関する。
データベース中にデータを格納する際の二次記憶領域の
管理方法に関しては、従来、レコード−つずつの空きか
否かの状態をビットの０Ｎ１０ＦＦで示しこれをファイ
ル中のレコードの数だけ保持した、いわゆる「ビットマ
ツプ」による管理方法等が知られている。ビットマツプ
については、ウィーダーホールド（Ｇｉｏ Ｗｉｅｄｅ
ｒ ｈｏｌｄ）がデータベースデザイン（Ｄａｔａｂａ
ｓｅ Ｄｅｓｉｇｎ、 ５ｅｃｏｎｄ Ｅｄｉｔｉｏｎ
＋ ＭｃＧｒａｗ−Ｈｉｌｌ、 １９８３年、３３９ペ
ージ）等に記述されている。
管理方法に関しては、従来、レコード−つずつの空きか
否かの状態をビットの０Ｎ１０ＦＦで示しこれをファイ
ル中のレコードの数だけ保持した、いわゆる「ビットマ
ツプ」による管理方法等が知られている。ビットマツプ
については、ウィーダーホールド（Ｇｉｏ Ｗｉｅｄｅ
ｒ ｈｏｌｄ）がデータベースデザイン（Ｄａｔａｂａ
ｓｅ Ｄｅｓｉｇｎ、 ５ｅｃｏｎｄ Ｅｄｉｔｉｏｎ
＋ ＭｃＧｒａｗ−Ｈｉｌｌ、 １９８３年、３３９ペ
ージ）等に記述されている。
近年利用が活発化している関係データベースシステムに
おいては、ファイル管理を容易にするために、異なる種
類の複数の「表」を一つのファイルに格納しているもの
がある。また、最近研究が活発化しているマルチメディ
アデータベースにおいては、イメージやテキスト等の長
大データを関連する数値データと一諸に保管する必要が
ある。
おいては、ファイル管理を容易にするために、異なる種
類の複数の「表」を一つのファイルに格納しているもの
がある。また、最近研究が活発化しているマルチメディ
アデータベースにおいては、イメージやテキスト等の長
大データを関連する数値データと一諸に保管する必要が
ある。
これらの場合においては、異なるタイプのデータで関連
するものを同時に検索するので、検索処理を高速化する
ためには、関連するデータ群を互いに近傍に格納するこ
とが重要である。
するものを同時に検索するので、検索処理を高速化する
ためには、関連するデータ群を互いに近傍に格納するこ
とが重要である。
ところが、従来のビットマツプによる二次記憶領域管理
方法等では、データ間の関連性の考慮がなく、ビットマ
ツプを検索して空き領域を割り当てる処理を行うだけで
ある。これでは種々のデータ群が無秩序に格納されるた
め、関連データを近傍に配置するのは極めて困難である
。
方法等では、データ間の関連性の考慮がなく、ビットマ
ツプを検索して空き領域を割り当てる処理を行うだけで
ある。これでは種々のデータ群が無秩序に格納されるた
め、関連データを近傍に配置するのは極めて困難である
。
本発明の目的は、階層化したビットマツプを用いて二次
記憶装置の空き領域管理を行う方法を提案することによ
り、二次記憶装置中のデータの格納・検索処理を高速か
つ効率的に実行する方法を提供することにある。
記憶装置の空き領域管理を行う方法を提案することによ
り、二次記憶装置中のデータの格納・検索処理を高速か
つ効率的に実行する方法を提供することにある。
本発明の階層ビットマツプによる二次記ｔα管理方法は
、 二次記憶装置中の空きレコードの状態を保持した下位ビ
ットマツプと、空きブロックの状態を保持した上位ビッ
トマツプと、レコードグループに対応する現在ブロック
とその中の空きレコード数とを記述したブロック対応表
とを用意し、領域の割当の場合には、ブロック対応表か
ら指定されたグループの現在ブロックを捜し、もしあれ
ばその中から空きレコードを捜し、もし現在ブロックが
ないか空き領域が不十分ならば上位ビットマツプ中から
新ブロックを捜し、必要な数のレコード領域を割り当て
、下位ビットマツプと上位ビットマツプのうち少なくと
も下位ビットマツプを更新し、 領域の解放の場合には、指定されたレコードグループに
対応する下位ビットマツプを更新し、ブロック対応表の
空きレコード数を更新し、該当ブロックが空きなら対応
する上位ビットマツプを更新し、 結果として、二次記憶装置の領域管理を高速化すること
を特徴としている。
、 二次記憶装置中の空きレコードの状態を保持した下位ビ
ットマツプと、空きブロックの状態を保持した上位ビッ
トマツプと、レコードグループに対応する現在ブロック
とその中の空きレコード数とを記述したブロック対応表
とを用意し、領域の割当の場合には、ブロック対応表か
ら指定されたグループの現在ブロックを捜し、もしあれ
ばその中から空きレコードを捜し、もし現在ブロックが
ないか空き領域が不十分ならば上位ビットマツプ中から
新ブロックを捜し、必要な数のレコード領域を割り当て
、下位ビットマツプと上位ビットマツプのうち少なくと
も下位ビットマツプを更新し、 領域の解放の場合には、指定されたレコードグループに
対応する下位ビットマツプを更新し、ブロック対応表の
空きレコード数を更新し、該当ブロックが空きなら対応
する上位ビットマツプを更新し、 結果として、二次記憶装置の領域管理を高速化すること
を特徴としている。
本発明は、上述の方法をとることにより従来技術の問題
点を解決した。すなわち、上位ビットマツプを用いて大
きなブロック単位に空き領域を割り当てるため、関連す
るデータ群と関連の薄いデータ群とをファイル中で分離
して、互いに関連を持つデータ群のみを近傍に格納でき
る。従って、異なるタイプの関連データを同時にアクセ
スする際に、データの高速な検索・格納処理が可能とな
る。
点を解決した。すなわち、上位ビットマツプを用いて大
きなブロック単位に空き領域を割り当てるため、関連す
るデータ群と関連の薄いデータ群とをファイル中で分離
して、互いに関連を持つデータ群のみを近傍に格納でき
る。従って、異なるタイプの関連データを同時にアクセ
スする際に、データの高速な検索・格納処理が可能とな
る。
次に、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。
。
第１図は本発明の一実施例をフローチャー１・で示した
図である。第２図は二次記憶装置中に格納される表とそ
のグループとの関係を例で示した図である。第３図は、
二次記憶領域と上位ビットマツプ及び下位ビットマツプ
の状態を例示した図である。第４図は、現在ブロックの
状態を記述したブロック対応表を示す図である。第５図
は、本発明を実施する電子計算機の装置構成を示した図
である。
図である。第２図は二次記憶装置中に格納される表とそ
のグループとの関係を例で示した図である。第３図は、
二次記憶領域と上位ビットマツプ及び下位ビットマツプ
の状態を例示した図である。第４図は、現在ブロックの
状態を記述したブロック対応表を示す図である。第５図
は、本発明を実施する電子計算機の装置構成を示した図
である。
第２図において、表１から表４は二次記憶装置中の同一
のファイルに格納される。それらのうち関連の深い表ど
うしく例えば表１と表２）はグループを構成し、同一の
グループに属すデータは、検索を高速化するために近傍
に格納するのが望ましい。
のファイルに格納される。それらのうち関連の深い表ど
うしく例えば表１と表２）はグループを構成し、同一の
グループに属すデータは、検索を高速化するために近傍
に格納するのが望ましい。
第３図において、二次記憶装置中の領域はレコードの集
まりとして管理され、また連続する複数個のレコードの
集合はブロックとして管理される。
まりとして管理され、また連続する複数個のレコードの
集合はブロックとして管理される。
図で、下位ピントマツプはレコードの状態を示し、その
１ビツトは、対応するレコード領域が空き（図の斜線部
）ならＱ （ＯＦＦ） 、格納済みならばｌ （ＯＮ
）を値とする。また上位ビットマツプはブロックの状態
を示し、その１ビツトは、対応するブロックが空き（す
なわち対応する下位ビットマツプが全てＯならば０、そ
うでなければ１）を値とする。
１ビツトは、対応するレコード領域が空き（図の斜線部
）ならＱ （ＯＦＦ） 、格納済みならばｌ （ＯＮ
）を値とする。また上位ビットマツプはブロックの状態
を示し、その１ビツトは、対応するブロックが空き（す
なわち対応する下位ビットマツプが全てＯならば０、そ
うでなければ１）を値とする。
第４図は、ブロック対応表の構造を示し、表のグループ
（第２図参照）とそれが最後に格納されたブロックとの
対応関係、及びそのブロック中の空きレコード数を値と
する。
（第２図参照）とそれが最後に格納されたブロックとの
対応関係、及びそのブロック中の空きレコード数を値と
する。
第３図の中で、下位ビットマツプの構造とアクセス方法
とは従来のものと同様であるが、上位ビー／ ）マツプ
（第３図）及びブロック対応表（第４図）の内容と管理
方法とが本発明に特有のものである。
とは従来のものと同様であるが、上位ビー／ ）マツプ
（第３図）及びブロック対応表（第４図）の内容と管理
方法とが本発明に特有のものである。
再び第１図に戻り、第２図〜第４図の例を用いて本実施
例の方法を説明する。最初に、ステップ１１において、
第５図の中央処理装置５１は主記憶装置５２からの命令
が二次記憶装置５３中の領域の割当か解放かを判定し、
割当ならステップ１２に、解放ならステップ１日に飛ぶ
。ここで、割当命令はグループ（第２図参照）のＩＤと
レコード数を、解放命令はレコード番号の集合を、それ
ぞれ情報として持つものとする。
例の方法を説明する。最初に、ステップ１１において、
第５図の中央処理装置５１は主記憶装置５２からの命令
が二次記憶装置５３中の領域の割当か解放かを判定し、
割当ならステップ１２に、解放ならステップ１日に飛ぶ
。ここで、割当命令はグループ（第２図参照）のＩＤと
レコード数を、解放命令はレコード番号の集合を、それ
ぞれ情報として持つものとする。
ステップ１２においては、ブロック対応表（第４図参照
）から、指定されたグループの現在ブロック番号を得る
。ここで現在ブロック番号とは、該当するグループのデ
ータを格納するのに使用したブロックで、最も最近に用
いたブロックの番号である。
）から、指定されたグループの現在ブロック番号を得る
。ここで現在ブロック番号とは、該当するグループのデ
ータを格納するのに使用したブロックで、最も最近に用
いたブロックの番号である。
次にステップ１３において、現在ブロックがあったか否
かをチエツクし、もしあればステップ１５に飛ぶ。もし
なければ、ステップ１４で、上位ビットマツプ（第３図
参照）をサーチして、値が０のビットを求め、対応する
番号のブロックを新しい空きブロックとして割り当て、
それを現在ブロックとしてブロック対応表に登録する。
かをチエツクし、もしあればステップ１５に飛ぶ。もし
なければ、ステップ１４で、上位ビットマツプ（第３図
参照）をサーチして、値が０のビットを求め、対応する
番号のブロックを新しい空きブロックとして割り当て、
それを現在ブロックとしてブロック対応表に登録する。
次に、ステップ１５において、ブロック対応表の現在ブ
ロック中の空きレコード数が十分か否かをチエツクし、
もし不十分ならばステップ１４に戻る。
ロック中の空きレコード数が十分か否かをチエツクし、
もし不十分ならばステップ１４に戻る。
ステップ１６においては、現在ブロックに対応する下位
ビットマツプ（第３図参照）をサーチして、空きレコー
ド領域を捜して割り当て、同時に下位ビットマツプを更
新する。
ビットマツプ（第３図参照）をサーチして、空きレコー
ド領域を捜して割り当て、同時に下位ビットマツプを更
新する。
ステップ１７においては、上位ビットマツプ中で、必要
ならば現在ブロックに対応するビットを更新し、終了す
る。
ならば現在ブロックに対応するビットを更新し、終了す
る。
ステップ１１で命令が領域の解放の場合には、ステップ
１８において、下位ビットマツプ中で指定されたレコー
ド番号に対応するビットをＯＦＦにする。
１８において、下位ビットマツプ中で指定されたレコー
ド番号に対応するビットをＯＦＦにする。
またステップ１９において、ブロック対応表で、現在ブ
ロックの空きレコード数を更新する。
ロックの空きレコード数を更新する。
次にステップ２０において、現在ブロックが空きになっ
たか否かをチエツクし、もし空きでなければ終了する。
たか否かをチエツクし、もし空きでなければ終了する。
もし空きならば、ステップ２１において、上位ビットマ
ツプの対応するビットをＯＦＦにして終了する。
ツプの対応するビットをＯＦＦにして終了する。
本発明によれば、二次記憶装置中で関連するデータを互
いに近傍に格納することが可能となるため、データベー
ス等で互いに関係を持つデータ群の検索を高速化できる
等の効果が得られる。
いに近傍に格納することが可能となるため、データベー
ス等で互いに関係を持つデータ群の検索を高速化できる
等の効果が得られる。
第１図は本発明の一実施例をフローチャートで示した図
、 第２図は二次記憶装置中に格納される表とそのグループ
との関係を例示した図、 第３図は二次記憶領域と上位ビットマツプ及び下位ビッ
トマツプの状態を例示した図、第４図は現在ブロックの
状態を記述したブロック対応表を示した図、 第５図は本発明を実施する電子計ｎ機の装置構成を示し
た図である。 ５１・・・・・中央処理装置 ５２・・・・・主記憶装置 ５３・・・・・二次記憶装置 代理人 弁理士 岩 佐 義 幸 第４図
、 第２図は二次記憶装置中に格納される表とそのグループ
との関係を例示した図、 第３図は二次記憶領域と上位ビットマツプ及び下位ビッ
トマツプの状態を例示した図、第４図は現在ブロックの
状態を記述したブロック対応表を示した図、 第５図は本発明を実施する電子計ｎ機の装置構成を示し
た図である。 ５１・・・・・中央処理装置 ５２・・・・・主記憶装置 ５３・・・・・二次記憶装置 代理人 弁理士 岩 佐 義 幸 第４図
Claims (1)
- （１）二次記憶装置中の空きレコードの状態を保持した
下位ビットマップと、空きブロックの状態を保持した上
位ビットマップと、レコードグループに対応する現在ブ
ロックとその中の空きレコード数とを記述したブロック
対応表とを用意し、領域の割当の場合には、ブロック対
応表から指定されたグループの現在ブロックを捜し、も
しあればその中から空きレコードを捜し、もし現在ブロ
ックがないか空き領域が不十分ならば上位ビットマップ
中から新ブロックを捜し、必要な数のレコード領域を割
り当て、下位ビットマップと上位ビットマップのうち少
なくとも下位ビットマップを更新し、 領域の解放の場合には、指定されたレコードグループに
対応する下位ビットマップを更新し、ブロック対応表の
空きレコード数を更新し、該当ブロックが空きなら対応
する上位ビットマップを更新し、 結果として、二次記憶装置の領域管理を高速化すること
を特徴とする階層ビットマップによる二次記憶管理方法
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63247326A JPH0296213A (ja) | 1988-10-03 | 1988-10-03 | 階層ビットマップによる二次記憶管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63247326A JPH0296213A (ja) | 1988-10-03 | 1988-10-03 | 階層ビットマップによる二次記憶管理方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0296213A true JPH0296213A (ja) | 1990-04-09 |
Family
ID=17161735
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63247326A Pending JPH0296213A (ja) | 1988-10-03 | 1988-10-03 | 階層ビットマップによる二次記憶管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0296213A (ja) |
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH052512A (ja) * | 1991-06-24 | 1993-01-08 | Nec Corp | 空き領域検索方式 |
| JPH0546447A (ja) * | 1991-08-08 | 1993-02-26 | Hitachi Ltd | 空き領域検索方法 |
| JPH0728693A (ja) * | 1993-06-30 | 1995-01-31 | Microsoft Corp | ディスクスペースを管理する変型バデイシステム |
| US5682265A (en) * | 1994-02-18 | 1997-10-28 | Massachusetts Institute Of Technology | Diffractive microstructures for color separation and fusing |
| US6640290B1 (en) * | 1998-02-09 | 2003-10-28 | Microsoft Corporation | Easily coalesced, sub-allocating, hierarchical, multi-bit bitmap-based memory manager |
| US7681010B2 (en) | 2005-04-14 | 2010-03-16 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Apparatus and method for a managing file system |
| WO2010143364A1 (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-16 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2011216111A (ja) * | 2011-07-12 | 2011-10-27 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
-
1988
- 1988-10-03 JP JP63247326A patent/JPH0296213A/ja active Pending
Cited By (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH052512A (ja) * | 1991-06-24 | 1993-01-08 | Nec Corp | 空き領域検索方式 |
| JPH0546447A (ja) * | 1991-08-08 | 1993-02-26 | Hitachi Ltd | 空き領域検索方法 |
| JPH0728693A (ja) * | 1993-06-30 | 1995-01-31 | Microsoft Corp | ディスクスペースを管理する変型バデイシステム |
| US5682265A (en) * | 1994-02-18 | 1997-10-28 | Massachusetts Institute Of Technology | Diffractive microstructures for color separation and fusing |
| US6640290B1 (en) * | 1998-02-09 | 2003-10-28 | Microsoft Corporation | Easily coalesced, sub-allocating, hierarchical, multi-bit bitmap-based memory manager |
| US7681010B2 (en) | 2005-04-14 | 2010-03-16 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Apparatus and method for a managing file system |
| WO2010143364A1 (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-16 | 株式会社エスグランツ | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2010287066A (ja) * | 2009-06-11 | 2010-12-24 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
| JP2011216111A (ja) * | 2011-07-12 | 2011-10-27 | S Grants Co Ltd | 区画管理装置、区画管理方法及びプログラム |
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