JPH03127137A - ファイル領域割り当て方式 - Google Patents
ファイル領域割り当て方式Info
- Publication number
- JPH03127137A JPH03127137A JP1267063A JP26706389A JPH03127137A JP H03127137 A JPH03127137 A JP H03127137A JP 1267063 A JP1267063 A JP 1267063A JP 26706389 A JP26706389 A JP 26706389A JP H03127137 A JPH03127137 A JP H03127137A
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- JP
- Japan
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- file
- secondary storage
- file control
- storage device
- input
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 16
- 230000004044 response Effects 0.000 claims 2
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 10
- 230000000694 effects Effects 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〕
本発明はオペレーティングシステムのファイル管理に関
し、特に大容量ファーイルを割り当てるファイル領域の
連続割り当て方式に関する。
し、特に大容量ファーイルを割り当てるファイル領域の
連続割り当て方式に関する。
従来のファイル領域割り当て方式では、使用者からのフ
ァイル入出力要求が来た場合にファイル制御処理手段が
作成したファイル制御テーブルを検索して、このファイ
ル制御テーブル内に対象のブロックアドレスが存在しな
い場合、空き領域管理テーブルから１ブロツク獲得して
ファイル制御テーブル中に獲得したブロックアドレスを
格納する。この処理を使用者が要求した入出力サイズ分
の領域獲得がみたされるまで繰り返していた。
ァイル入出力要求が来た場合にファイル制御処理手段が
作成したファイル制御テーブルを検索して、このファイ
ル制御テーブル内に対象のブロックアドレスが存在しな
い場合、空き領域管理テーブルから１ブロツク獲得して
ファイル制御テーブル中に獲得したブロックアドレスを
格納する。この処理を使用者が要求した入出力サイズ分
の領域獲得がみたされるまで繰り返していた。
上述した従来のファイル領域割り当て方式は１ブロツク
（４０９６バイト）単位の領域割り当てであるので、二
次記憶装置内のバラバラな空きブロック領域が割り当て
られてしまう。したがって大容量のファイル領域を割り
当ててこのファイルに対して入出力要求を行うと、最悪
の場合には１ブロツク毎にバラバラな領域への入出力が
発生するので、ディスク装置の場合にはシーク時間（磁
気ヘッドを対象のシリンダに位置付けるために要する時
間）１回転待ち時間（対象となるブロックアドレスが磁
気ヘッドに達するまでに要する時間）が毎回発生する。
（４０９６バイト）単位の領域割り当てであるので、二
次記憶装置内のバラバラな空きブロック領域が割り当て
られてしまう。したがって大容量のファイル領域を割り
当ててこのファイルに対して入出力要求を行うと、最悪
の場合には１ブロツク毎にバラバラな領域への入出力が
発生するので、ディスク装置の場合にはシーク時間（磁
気ヘッドを対象のシリンダに位置付けるために要する時
間）１回転待ち時間（対象となるブロックアドレスが磁
気ヘッドに達するまでに要する時間）が毎回発生する。
すなわち入出力性能が非常に悪いものになってしまう。
また、二次記憶装置のタイプによりシリンダ。
トラック当りのブロック数が異なるために、使用者が二
次記憶装置のタイプを意識してファイルの領域割り当て
を行う必要が有るという欠点がある。
次記憶装置のタイプを意識してファイルの領域割り当て
を行う必要が有るという欠点がある。
本発明のファイル領域割り当て方式は、使用者からの要
求によりファイル領域の割り当て、解放、及び入出力を
制御するファイル制御処理手段と、ファイル制御処理手
段で使用されるメモリ上に有り各二次記憶装置毎に存在
する空き領域管理テーブルと、一回に割り当てることの
できるファイルサイズと二次記憶装置のタイプとの対応
を示したアロケートタイプテーブルと、使用者のファイ
ル開設要求によってファイル制御処理手段がメモリ上に
作成するファイル制御テーブルと、ファイル制御処理手
段からの要求によって二次記憶装置との入出力処理を行
う入出力制御処理手段と、使用可能な二次記憶装置のタ
イプを管理する装置タイプテーブルとを有する。
求によりファイル領域の割り当て、解放、及び入出力を
制御するファイル制御処理手段と、ファイル制御処理手
段で使用されるメモリ上に有り各二次記憶装置毎に存在
する空き領域管理テーブルと、一回に割り当てることの
できるファイルサイズと二次記憶装置のタイプとの対応
を示したアロケートタイプテーブルと、使用者のファイ
ル開設要求によってファイル制御処理手段がメモリ上に
作成するファイル制御テーブルと、ファイル制御処理手
段からの要求によって二次記憶装置との入出力処理を行
う入出力制御処理手段と、使用可能な二次記憶装置のタ
イプを管理する装置タイプテーブルとを有する。
次に、本発明について図面を参照して詳細に説明する。
第１図は本発明のファイル領域割り当て方式の一実施例
を示すブロック図である。同図においてファイル領域割
り当て方式は、複数のプログラム２と、ファイル制御手
段３と、主記憶上のアロケートタイプテーブル４と、主
記憶上の複数の空き領域管理テーブル５と、主記憶上の
複数のファイル制御テーブル６と、入出力制御手段７と
、上記憶上の装置タイプテーブル８と、複数の二次記憶
装置９とから構成されている。
を示すブロック図である。同図においてファイル領域割
り当て方式は、複数のプログラム２と、ファイル制御手
段３と、主記憶上のアロケートタイプテーブル４と、主
記憶上の複数の空き領域管理テーブル５と、主記憶上の
複数のファイル制御テーブル６と、入出力制御手段７と
、上記憶上の装置タイプテーブル８と、複数の二次記憶
装置９とから構成されている。
第２図はアロケートタイプテーブル４の構造を示す説明
図である。同図において４１ａ〜４１ｎは一回に領域確
保するときの単位である。また、４２ａ〜４２ｄは上記
した領域確保の単位４１ａ〜４１ｎに対応した装置タイ
プごとのアロケートタイプを示す。
図である。同図において４１ａ〜４１ｎは一回に領域確
保するときの単位である。また、４２ａ〜４２ｄは上記
した領域確保の単位４１ａ〜４１ｎに対応した装置タイ
プごとのアロケートタイプを示す。
第３図は空き領域管理テーブル５の構造を示した説明図
である。空き領域管理テーブル５は二次記憶装置９に対
応して複数個存在する。同図において１〜ｎ（ｎは正整
数〉は対応する二次記憶装置の空き領域のブロックアド
レス（ブロックとは二次記憶装置と入出力する最小単位
であり、ブロックアドレスとは入出力対象の二次記憶装
置内のブロック番号のことである。）である、また、５
２はアロケートタイプを格納し、５３は対応する二次記
憶装置番号を格納している。
である。空き領域管理テーブル５は二次記憶装置９に対
応して複数個存在する。同図において１〜ｎ（ｎは正整
数〉は対応する二次記憶装置の空き領域のブロックアド
レス（ブロックとは二次記憶装置と入出力する最小単位
であり、ブロックアドレスとは入出力対象の二次記憶装
置内のブロック番号のことである。）である、また、５
２はアロケートタイプを格納し、５３は対応する二次記
憶装置番号を格納している。
第４図はファイル制御テーブル６の構造を示した説明図
である。同図において６２１〜６２ｎはファイルに割り
当てられたブロックアドレスを格納する領域である。６
１にはファイルが存在する二次記憶装置番号を格納する
。６３にはファイル番号を格納する。６４は最新のファ
イルサイズである。
である。同図において６２１〜６２ｎはファイルに割り
当てられたブロックアドレスを格納する領域である。６
１にはファイルが存在する二次記憶装置番号を格納する
。６３にはファイル番号を格納する。６４は最新のファ
イルサイズである。
第５図は装置タイプテーブル８の構造を示した説明図で
ある。同図において８１ａ〜８１ｄは二次記憶装置のタ
イプを格納する。８２ａ〜８２ｄは二次記憶装置の１シ
リンダ当りのトラック数を格納する。また、８３ａ〜８
２ｄは二次記憶装置の１トラック当りのブロック数を格
納している。
ある。同図において８１ａ〜８１ｄは二次記憶装置のタ
イプを格納する。８２ａ〜８２ｄは二次記憶装置の１シ
リンダ当りのトラック数を格納する。また、８３ａ〜８
２ｄは二次記憶装置の１トラック当りのブロック数を格
納している。
第６図はファイル制御手段３で行っているファイル領域
割り当て処理の動作を示す流れ図である。同図において
ファイル制御手段３は、ファイル領域が足りるかどうか
のチエツク処理３１と。
割り当て処理の動作を示す流れ図である。同図において
ファイル制御手段３は、ファイル領域が足りるかどうか
のチエツク処理３１と。
空き領域管理テーブルを求める処理３２と、アロケート
タイプを求める処理３３と、アロケートタイプを基にし
て装置タイプを求める処理３４と。
タイプを求める処理３３と、アロケートタイプを基にし
て装置タイプを求める処理３４と。
アロケートサイズ分の領域を空き領域管理テーブルから
求めてファイル制御テーブルに反映する処理３５とから
なる。
求めてファイル制御テーブルに反映する処理３５とから
なる。
次に、このように構成されたファイル領域割り当て方式
の動作について説明する。
の動作について説明する。
プログラム２から書き込み要求が発行されると、ファイ
ル制御手段３はプログラムから渡されたファイル番号を
基にして該当のファイル制御テーブルを求める０次にプ
ログラムから渡された書き込みサイズを基に前記で求め
たファイル制御テーブル内の６２１〜６２ｎの間のどこ
までのエントリ（領域）にブロックアドレスが格納され
ているか検索する（０でなければブロックアドレスが格
納されている〉、そして、前記の書き込みサイズがブロ
ックアドレスエントリよりも大きな入出力要求であった
場合には新たなファイル領域を割り当てる必要が有るの
で、割り当て処理を行う必要がある。
ル制御手段３はプログラムから渡されたファイル番号を
基にして該当のファイル制御テーブルを求める０次にプ
ログラムから渡された書き込みサイズを基に前記で求め
たファイル制御テーブル内の６２１〜６２ｎの間のどこ
までのエントリ（領域）にブロックアドレスが格納され
ているか検索する（０でなければブロックアドレスが格
納されている〉、そして、前記の書き込みサイズがブロ
ックアドレスエントリよりも大きな入出力要求であった
場合には新たなファイル領域を割り当てる必要が有るの
で、割り当て処理を行う必要がある。
ここで、プログラムからの書き込みサイズの要求が現在
のファイルサイズ以内であるかどうかのチエツクは以下
の様に行う、まず、ファイル制御テーブル内のファイル
サイズ６４を求める。
のファイルサイズ以内であるかどうかのチエツクは以下
の様に行う、まず、ファイル制御テーブル内のファイル
サイズ６４を求める。
次にブロックアドレスが格納された領域６２１〜６２ｎ
の間で最初のθの領域を検索する。このθの領域の直前
の領域が現在アロケートされているブロックである。ｌ
ブロックは４０９６バイトであるので、ファイルサイズ
６４を４０９６バイトで割ると、実際にどのブロックま
で使用しているかがわかる。逆に残りのファイル領域も
分かるので、この値とプログラムからの入出力要求サイ
ズとを比較すれば、現在アロケートされているブロック
でプログラムからの書き込み要求が行えるか否かを判断
できる。
の間で最初のθの領域を検索する。このθの領域の直前
の領域が現在アロケートされているブロックである。ｌ
ブロックは４０９６バイトであるので、ファイルサイズ
６４を４０９６バイトで割ると、実際にどのブロックま
で使用しているかがわかる。逆に残りのファイル領域も
分かるので、この値とプログラムからの入出力要求サイ
ズとを比較すれば、現在アロケートされているブロック
でプログラムからの書き込み要求が行えるか否かを判断
できる。
新たなファイル領域を確保する処理は、まずファイルが
存在する二次記憶装置番号６１を求めて、この二次記憶
装置番号と等しい値を持つ空き領域管理テーブルを検索
する。検索した空き領域管理テーブル内のアロケートタ
イプ５２をキーとしてアロケートタイプテーブル４を検
索する。
存在する二次記憶装置番号６１を求めて、この二次記憶
装置番号と等しい値を持つ空き領域管理テーブルを検索
する。検索した空き領域管理テーブル内のアロケートタ
イプ５２をキーとしてアロケートタイプテーブル４を検
索する。
アロケートタイプは１６進数４バイトで表わされており
、この値と等しいタイプを求めたらそのタイプが存在す
る一回にアロケートできる複数トラック数が４１ａから
４１ｎの間で決まる。同様にして装置タイプが４２ａか
ら４２ｄの間で決まる。
、この値と等しいタイプを求めたらそのタイプが存在す
る一回にアロケートできる複数トラック数が４１ａから
４１ｎの間で決まる。同様にして装置タイプが４２ａか
ら４２ｄの間で決まる。
前記で求めた装置タイプを基に装置タイプテーブル８を
検索する。装置タイプ８１ａから８１ｄの間の装置タイ
プが求まれば、対応するブロック数が求まる０例えば８
１ｂの装置タイプであれば、８３１）が求めるブロック
数である。
検索する。装置タイプ８１ａから８１ｄの間の装置タイ
プが求まれば、対応するブロック数が求まる０例えば８
１ｂの装置タイプであれば、８３１）が求めるブロック
数である。
したがって、新たに割り当てるブロック数は前記で求め
たブロック数とアロケートタイプテーブル４から求めた
複数トラック数とを掛は合わせたブロック数を空き領域
管理テーブルから連続して確保し、確保したブロックア
ドレス（１〜ｎ間のエントリ〉を前記で求めたファイル
制御テーブル内の空きエントリ（６２１から６２ｎの間
のエントリ）に順次格納してゆく、これにより常に二次
記憶装置に適した連続領域を割り当てることができる。
たブロック数とアロケートタイプテーブル４から求めた
複数トラック数とを掛は合わせたブロック数を空き領域
管理テーブルから連続して確保し、確保したブロックア
ドレス（１〜ｎ間のエントリ〉を前記で求めたファイル
制御テーブル内の空きエントリ（６２１から６２ｎの間
のエントリ）に順次格納してゆく、これにより常に二次
記憶装置に適した連続領域を割り当てることができる。
以上説明したように本発明は、プログラムからの入出力
要求が発生した場合にプログラム内で二次記憶装置を意
識することなく、二次記憶装置に適したファイル領域を
連続的に割り当てることができる。したがって入出力制
御手段で行う二次記憶装置への入出力要求にて連続領域
の場合にはシーク時間および回転待ち時間を１回に減ら
すことができるので、ファイルの入出力処理時間を短縮
できるという効果がある。
要求が発生した場合にプログラム内で二次記憶装置を意
識することなく、二次記憶装置に適したファイル領域を
連続的に割り当てることができる。したがって入出力制
御手段で行う二次記憶装置への入出力要求にて連続領域
の場合にはシーク時間および回転待ち時間を１回に減ら
すことができるので、ファイルの入出力処理時間を短縮
できるという効果がある。
第１図は本発明のファイル領域割り当て方式の一実施例
を示すブロック図、第２図はアロケートタイプテーブル
の構造を示す説明図、第３図は空き領域管理テーブルの
構造を示す説明図、第４図はファイル制御テーブルの構
造を示す説明図、第５図は装置タイプテーブルの構造を
示す説明図、第６図はファイル制御手段におけるファイ
ル領域割り当て処理の流れ図である。 ３・・・ファイル制御手段、４・・・アロケートタイプ
テーブル、５・・・空き領域管理テーブル、６・・・フ
ァイル制御テーブル、７・・・入出力制御手段、８・・
・装置タイプテーブル、９・・・二次記憶装置。
を示すブロック図、第２図はアロケートタイプテーブル
の構造を示す説明図、第３図は空き領域管理テーブルの
構造を示す説明図、第４図はファイル制御テーブルの構
造を示す説明図、第５図は装置タイプテーブルの構造を
示す説明図、第６図はファイル制御手段におけるファイ
ル領域割り当て処理の流れ図である。 ３・・・ファイル制御手段、４・・・アロケートタイプ
テーブル、５・・・空き領域管理テーブル、６・・・フ
ァイル制御テーブル、７・・・入出力制御手段、８・・
・装置タイプテーブル、９・・・二次記憶装置。
Claims (1)
- 使用者からの要求によりファイル領域の割り当て、解
放、及び入出力を制御するファイル制御処理手段と、フ
ァイル制御処理手段で使用されるメモリ上に有り各二次
記憶装置毎に存在する空き領域管理テーブルと、一回に
割り当てることのできるファイルサイズと二次記憶装置
のタイプとの対応を示したアロケートタイプテーブルと
、使用者のファイル開設要求によってファイル制御処理
手段がメモリ上に作成するファイル制御テーブルと、フ
ァイル制御処理手段からの要求によって二次記憶装置と
の入出力処理を行う入出力制御処理手段と、使用可能な
二次記憶装置のタイプを管理する装置タイプテーブルと
を有することを特徴とするファイル領域割り当て方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1267063A JPH03127137A (ja) | 1989-10-12 | 1989-10-12 | ファイル領域割り当て方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1267063A JPH03127137A (ja) | 1989-10-12 | 1989-10-12 | ファイル領域割り当て方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03127137A true JPH03127137A (ja) | 1991-05-30 |
Family
ID=17439520
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1267063A Pending JPH03127137A (ja) | 1989-10-12 | 1989-10-12 | ファイル領域割り当て方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH03127137A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0902354A2 (en) * | 1997-09-11 | 1999-03-17 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File management system and file management method |
| US6182088B1 (en) | 1997-04-28 | 2001-01-30 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File system and file management method |
-
1989
- 1989-10-12 JP JP1267063A patent/JPH03127137A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6182088B1 (en) | 1997-04-28 | 2001-01-30 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File system and file management method |
| EP0902354A2 (en) * | 1997-09-11 | 1999-03-17 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File management system and file management method |
| EP0902354A3 (en) * | 1997-09-11 | 1999-07-21 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File management system and file management method |
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