JPH03160534A - 共用ファイルのアクセス制御方式 - 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〕 本発明は，複数の計算機システムから同時に共用され更
新されるディスク装置等の共用ファイルに対するアクセ
ス制御方式に係り、特に更新処理等の際の排他制御の不
要，ブロックの読込み時におけるデータアクセスの性能
向上に好適なアクセス制御方式に関する。

〔従来の技術〕

中型から大型の情報処理システムでは、複数の計算機シ
ステムから、同一のディスクファイルを共用して使用す
るケースが多い。特にファイルを登録するディスクファ
イルのようなシステムの登ｊｉ簿は、必ず共用して使用
され，この時更新を伴う。

従来、複数の計算機システムで同一のファイルを共用す
る場合、各々の計算機システムで実行されるプロセスで
は，目的の記憶ブロックに対してデータ処理を行う際、
目的のブロックの読込みから更新のための書出しまでの
間、徘他制御することにより二重更新を防止している．
例えば「日立製作所　プログラムプロダクトＶＯＳ３／
ＥＳシステムプログラマの手引き一解説編−」マニュア
ル（１　９　８　７）の第７９ページから８４ページに
記載されているように，共用ファイルに対する入出力要
求発行時，該共用ファイルの存在するディスク装置をＲ
ＥＳＥＲＶＥマクロにより自計算機システムで占有し，
その後、ＤＥＱマクロで該占有を解除するまで，他の計
算機システムからの入出力要求を待たせている。

さらに、上記システムの登録簿のようなファイルは，イ
ンデックス部とデータ部から或り、ファイル内のブロッ
ク間にポインタ関係を府する構造体のファイルであるこ
とが多く，該ファイルに対して更新を伴う共用を行う場
合，更新のない入力処理だけのプロセスでも，目的のデ
ータブロツクへのポインタを持つインデックス読込みか
ら，該ポインタの示すアドレスにあるデータブロックを
読込むまでの間，やはり，排他制御を行っていた。

これは，該入力処理プロセスでインデックスを読込んで
からデータブロックの読込みの間、他の計算機システム
で実行している更新プロセスでレコードの追加によりデ
ータブロツクの内容を更新し，該入力処理プロセスでイ
ンデックスを読込んだ時点では，該インデックスがポイ
ントしていた該データブロック内に存在した目的のレコ
ードが他のデータブロックに移動してしまい、本来存在
すべき目的のレコードが見つけられないという処理矛盾
をきたすのを防止するためであった。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術においては、各々の計算機システムが共用
ファイルのアクセス時、排他制御を行って他計算機シス
テムのアクセスからの同時アクセスを抑止しているため
，情報処理システム全体の処理性能が向上し得ない。さ
らに、単一計算機システムでは主記憶装置に常駐化領域
を設け，ファイルへの入出力動作を削減してデータアク
セスの性能を高めているが，複数計算機システムでは、
各々の計算機システムから共用ファイルへの入力処理の
際，以前に主記憶装置上に読込んである目的のブロック
が常駐化されていても，ファイル上の該ブロックが他の
計算機システムで実行しているプロセスで更新されてい
ることを想定し、主記憶装置上にある該ブロックの内容
を使用せずにファイル上の該ブロックを必ず読み直して
おり，常駐化機能を使用できない問題がある． 本発明の第一の目的は、複数の計算機システムから更新
を伴って共用されているファイルに対し，更新処理にお
ける目的のブロックの読込みから更新データの書出しま
での間，あるいは，インデックス等のポインタを有する
ブロックの読込みから該ポインタの示すアドレスにある
目的ブロックの読込みまでの間の排他制御をなくすこと
により、情報処理システム全体の処理効率を高めること
にある． 本発明の第二の目的は，複数の計算機システムから更新
を伴って共用されているファイルにおいて、目的のブロ
ックが更新されていないときはファイルからの読込みを
抑止し、主記憶装置上に常駐化されている該ブロックの
内容を用いることにより，データアクセスの性能を高め
ることにある。

〔課題を解決するための手段〕 上記目的を達或するため，本発明では，共用ファイルか
ら主記憶に読込んだブロックの全部あるいは所定の一部
を格納するキャシュメモリと、該キャシュメモリ内に格
納された該ブロックの全部あるいは一部と主記憶上にあ
るデータの内容とを比較し，比較が不一致であれば、再
度共用ファイルからの読込みからやり直す手段とを設け
る．〔作　用〕 共用ファイル上のアクセス対象のブロックを主記憶上に
読込むとき、キャシュメモリに該ブロックの全部あるい
は該ブロックの更新状態を一意的に表す該ブロック内の
一部（以下、これを更新状態表示部と呼ぶ）を格納して
おく．さらに、該キャシュメモリの該ブロックの全部あ
るいは該更新状態表示部は，Ｍブロックのファイルへの
書出しのとき、該キャシュメモリ上で更新される．これ
によりキャシュメモリも複数の計算機システムから共用
されていることになり、該キャシュメモリ上の該ブロッ
クの全部あるいは該更新状態表示部と，該ブロックを主
記憶上に読込んだ時点の主記憶上に格納されている該ブ
ロックの内容全部あるいは更新状態表示部を比較するこ
とにより，該ブロックが他の計算機システムのプロセス
により更新されたか否かをファイルに記憶されているブ
ロックを実際に読込むことなく判断できる。つまり、該
判断はディスク駆動装置等のアクセスアームの移動やデ
ィスク面の回転動作などの物理的動作を伴うことなく実
行でき、ディスクファイル装置等に対する入出力時間の
大半を占める物理的動作部分がなく、他計算機システム
のプロセスからの更新右無の判断時間は非常に小さく、
無視できるものとなる。

また，ブロックの更新処理における該ブロック書出し時
，上記キャシュメモリ上の内容と主記憶上に格納してあ
る対応するデータの内容を比較することにより，該ブロ
ックの読込みから書出しまでの間に他計算機システムの
プロセスから更新があったかを判断できる．該ブロック
の更新のための書出し時，主記憶上に読込んだ時点の内
容とキャシュメモリ上の内容とを比較し等しければ、他
計算機システムからの更新がなかったので該ブロックへ
の書出しを行い，等しくなければ再度該ブロックの読込
みから処理し直すことでデータの更新処理が正しく行え
、排他制御を行うことなく，複数計算機システムからの
二重更新を防止できる．さらに，複数の計算機システム
から更新を伴って、共用されるインデックス等のポイン
タ関係を有する構造体を成すファイルにおいて、主記憶
装置上に，ポインタを持つインデックスブロックを読込
んでさらに該ポインタで示すアドレスをもとに目的ブロ
ックを読込む入方処理で、該目的ブロックを読込むとき
，主記憶装置上に読込んでいた該インデックスブロック
の内容とキャシュメモリに格納した該インデックスブロ
ックの内容とを比較することで、該インデックスブロッ
ク読込みから該目的ブロック読込みの間に他計算機シス
テムにより該インデックスブロックが更新されているか
判断できる．すなわち，該目的ブロック読込み時点では
，主記憶装置上に読込んだ時点の該インデックスブロッ
クの内容をもとに目的ブロックのアドレスを求めてよい
か判断できることになる．よって，該目的ブロック読込
み時，主記憶装置上に読込んである該インデックスブロ
ックの内容とキャシュ上に格納されているインデックス
ブロックの内容とを比較し、一致していれば該目的ブロ
ックを読込み、不一致であれば再度インデックスブロッ
クの読込みから処理し直すことで、ポインタを持つイン
デックスブロックを読込んでから該ポインタで示すアド
レスにある目的ブロックを読込む間の処理を排他制御な
しで正しく処理できる。

さらにまた、ブロックの読込み時キャシュメモリにある
該ブロック内の更新状態表示部と以前該ブロックを主記
憶装置上に読込んだときの主記憶装置上の該ブロック内
の該更新状態表示部を比較することにより，主記憶装置
上に常駐゜されている該ブロックの内容がそのまま使用
できるか判断できる．該比較において，等しければファ
イルからの物理動作を伴う入出力は行わず、主記憶装置
上に常駐されている該ブロックの内容をそのまま使用し
，不一致のときだけ再度ファイルから読み直しを行い、
ディスク装置等のファイルからの物理動作を伴う入出力
を削減することができる．この手法をアクセス頻度が高
く容量の少ないインデックス等に適用することで特にそ
の効果が期待できる． 〔実施例〕 以下、本発明の一実施例について図面により説明する． 第１図は本発明の一実施例のシステム構或図であり，２
組の計算機システム１０１，ｌｏｔ’が同一のファイル
装置１０８を共用する構或を示したものである。以下で
は，ファイル装置１０８はディスク装置からなるとする
．ディスク装１１１０８は複数のディスク媒体１０９と
キャシュメモリ１１０から或る．ディスク媒体１０９上
に記憶されているブロック１１１には更新状態表示部１
１２があり，この更新状態表示部１１２をテストするこ
とにより、該ブロックの更新状態が認識できる。一方，
各計算機システム１０１，１０１’は、中央処理装置１
０２、チャネル１０３及び主記憶装置１０４から或る．
中央処理装＊ｆ・０２は入出力の起動及び演算を行い、
チャネル１０３はディスク装［１０８に対する入出力を
制御して主記憶装置１０４との間のデータ転送を行う．
主記憶装置１０４内には、ディスク装置１０８のディス
ク媒体１０９上のブロック１１１に対する入出力バッフ
ァ１０５、ブロック１１１の更新状態表示部１１２を退
避するための退避領域１０６、及びディスク装Ｗｔｌ０
８への入出力動作を軽減するための常駐化領域１０７が
ある．ディスク装置１０８のキャシュメモリ１１８には
、チャネル１０３からの指令により入出力したブロック
全体あるいはブロック内の一部である更新状態表示部だ
けを置くことができる．ここでは，更新状態表示部だけ
を格納するものとし，キャシュメモリ１１０上の更新状
態表示部を１１３で示す． 第２図は本発明を実現する処理機能の関係を示したもめ
である．第２図において、２０１，２０１′は各計算機
システム１０１，１０１’の中央処理装！１１０２で実
行されるデータアクセス処理部であり、２０２はチャネ
ル１０３あるいはディスク装置１０８で該ディスク装置
に対するチャネルプログラムを実行するチャネルプログ
ラム処理部である． 初めに、第３図乃至第５図を用いて，更新処理における
データアクセス処理部２０１，２０１’とチャネルプロ
グラム処理部２０２の動作を説明する。第３図は更新処
理におけるデータアクセス処理部（ここでは２０１とす
る）のフローチャート、第４図はブロック読込みのため
のチャネルプログラム処理部２０２のフローチャート，
第５図はブロック更新ためのチャネルプログラム処理部
２０２のフローチャートである． データアクセス処理部２０１は、まず，ディスク装置１
０８のディスク媒体１０９上に記録されている更新対象
のブロック１１１を主記憶装置１０４の人出力バッファ
１０５に読込むため，第４図で示す処理手順のチャネル
プログラムをチャネルプログラム処理部２０２に対して
発行する。チャネルプログラム処理部２０２では，第４
図の手順に基づき、該当ディスク媒体１０９上で該ブロ
ック１１１に位置付け（ステップ４０１）、該ブロック
１１１を主記憶装＠１０４上の入出力バッファ１０５に
読込むと同時に，キャシュメモリｔ１０内に該ブロック
１１１の一部である更新状態表示部１１２を格納する（
ステップ４０２）．次に，データアクセス処理部２０１
は，入出力バッファ１０５に読込まれたブロック１１１
の一部である更新状態表示部１１２を退避領域１０６に
退避する（ステップ３０２）．その後，データアクセス
処理部２０１は，人出力バッファ１０５上のブロックの
内容を更新し（ステップ３０３）、これをディスク装置
１０８に書出すため、第５図の手順のチャネルプログラ
ムをチャネルプログラム処理部２０２へ発行する（ステ
ップ３０４）。

チャネルプログラム処理部２０２では，第５図の手順に
基づき、まず、先にキャシュメモリ１１０内に格納した
更新対象ブロックの更新状態表示部１１３を求める（ス
テップ５０１）．次に，退避領域１０６に退避されてい
る読込み時の更新状態表示部１１２とキャシュメモリ１
１０内の更新状態表示部１１３を比較し、該ブロックの
読込み時点以降で他計算機システム１０１″から更新が
なかったかを判定する（ステップ５０２），この判定は
，ディスク媒体１０９に対しての読込み動作をせずにキ
ャシュメモリ１１０上のデータを比較することで行うの
で、読込み動作に伴うディスク媒体１０９の回転待ち及
びディスク装置１０８のアクセスアームの移動による物
理動作がなく，最小限の処理時間で処理できる．ステッ
プ５０２において他計算機システム１０１からの更新が
なければ、ＹＥＳの条件となり，該ブロックのキャシュ
メモリ１１０内の更新状態表示部１１２を更新すると共
に、更新のためのディスク媒体１０９への書出しを行う
（ステップ５０３）．ステップ５０２でＮＯの条件であ
れば、他計算機システム１０１′から更新のあったこと
を意味するので、チャネルプログラム処理部２０２は、
該ブロックを再度主記憶装置１０４に読み直す（ステッ
プ５０４）． 一方、データアクセス処理部２０１は、チャネルプログ
ラム処理部２０２での第５図のチャネルプログラムの実
行結果を調べ、ステップ５０２でＹＥＳの条件であれば
，更新のための該ブロックの書出しを行っているので、
処理を終了させ、ＮＯの条件であれば，他計算機システ
ム１０１′からの更新があったので処理をやり直すため
、ステップ３０２へ戻る（ステップ３０５）．以上、第
３図から第５図のデータアクセス処理部とチャネルプロ
グラム処理部の処理手順により、排他制御なしに複数の
計算機システムからの更新の重なりによる二重更新を防
げることがわかる。

次に，第６図乃至第８図を用いて、インデックス等に代
表されるブロック間にポインタ関係を有する構造体から
なるファイルに対して、該ブロック間のポインタをたど
ってブロックの入力処理を行う際のデータアクセス処理
部２０１とチャネルプログラム処理部２０３の動作を説
明する。第６図は，ポインタを持つインデックスブロッ
クを読込んでから、該ポインタで示すアドレスにある目
的ブロックを読込むまでのデータアクセス処理部２０１
のフローチャート，第７図はインデックスブロック読込
みのためのチャネルプログラム処理部２０２のフローチ
ャート、第８図はインデックスブロックからポイントさ
れている目的ブロックの読込みのためのチャネルプログ
ラム処理部２０２のフローチャートである． データアクセス処理部２０１は，まず、ディスク装置１
０８のディスク媒体１０９上に記録されているインデッ
クスブロックを主記憶装置１０４の人出カバッファ１０
５に読込むため、第７図で示す処理手順のチャネルプロ
グラームをチャネルプログラム処理部２０２に対して発
行する（ステップ６０１）．第７図のチャネルプログラ
ムの処理手順は先の第４図と、キャシュメモリ１１０内
に格納する部分が，第４図ではブロックの一部である更
新状態表示部であるのに比べ，ブロック全体であるのが
異なるだけである．勿論、第４図において、例えばイン
デックスブロック内のポインタ部を更新状態表示部とし
て使用することにより、本例の場合でも第４図のチャネ
ルプログラムを使用することができる．第７図のチャネ
ルプログラムの発行を受けて，チャネルプログラム処理
部２０２では，ディスク媒体１０９上で読込み対象のブ
ロック１１１に位置付け（ステップ７０１）、該ブロッ
クを主記憶装置１０４上の人出力バッファ１０５に読込
むと同時に，キャシュメモリ１１０内に該ブロック１１
１の内容を格納する（ステップ７０２）。

次に、データアクセス処理部２０１は、読込んだインデ
ックスブロック内のポインタにより目的ブロックのアド
レスを求め（ステップ６０２）、該目的ブロック読込み
のため，第８図のチャネルプログラムをチャネルプログ
ラム処理部２０２に発行する（ステップ６０３）。チャ
ネルプログラム処理部２０２では、第８図の手順に基づ
き，先に主記憶装置１０４上の入出力バッファ１０５に
読込んだインデックスブロックの内容と対応するキャシ
ュメモリ１１０に格納したインデックスブロックの内容
を、インデックスブロック読込み時点から目的ブロック
読込み時点までの間、他計算機システム１０１′から該
インデックスブロックを更新したかを判断するため比較
し（ステップ８０１），等しいか否かを判定する（ステ
ップ８０２）．そして、等しければ（８０２のＹＥＳの
条件），他計算機システム１０１′から該インデックス
ブロックに対する更新がなかったので，人出カバッファ
１０５に読込まれている該インデックスブロックのポイ
ンタを使用でき、該ポインタがアドレスを示す目的ブロ
ックを読込む（ステップ８０３）．このとき，該インデ
ックスブロックの内容が変更されていなければ，該イン
デックスブロックのポインタの示す目的ブロックの内容
が，該インデックスブロックの内容と同期していること
を保証するため，該インデックスブロック及び該インデ
ックスブロックのポインタが示す目的ブロックを更新す
る処理側では，該インデックスブロックを更新した後，
目的ブロックを更新する処理順序を守るか、あるいは該
目的ブロック更新と該インデックスブロック更新の間は
排他制御して、該目的ブロック更新から該インデックス
更新の間入力処理が行われないようにする必要がある．
ステップ８０２でＮｏの条件であれば、他計算機システ
ムｌｏｔ’　から該インデックスブロックに更新があっ
たので、処理をやり直すため，再度該インデックスブロ
ックを入出力バツファ１０５に読込む（ステップ８０４
）。なお，ステップ８０２の判定も第５図のステップ５
０２の判定と同じくディスク媒体の回転待ち等がなく，
最小限の処理時間で処理できる． 一方，データアクセス処理部２０１は、第８図のチャネ
ルプログラムの実行結果を調べ，ステップ８０２でＹＥ
Ｓの条件であれば，目的ブロックを読込んでいるので処
理を終了させ、ＮＯの条件であれば，他計算機システム
１０１からの更新があったので処理をやり直すため，ス
テップ６０２の手順へ戻る（ステップ６０４）． 以上，第６図から第８図のデータアクセス処理部とチャ
ネルプログラム処理部の処理により，ブロック間にポイ
ンタ関係を有する構造体を威すファイルを複数の計算機
システムから更新を伴う共用を行う場合，該ファイルの
入力処理で排他制御を不要とすることができる． 次に，第９図及び第１０図を用いて，各計算機システム
１０１，１０１’毎にある主記憶装ｉ！！１０４上のブ
ロックの常駐化領域１０７を用いたデータアクセスの高
性能化方式について説明する．第９図は主記憶装置１０
４上に常駐化領域１０７を設け、ディスク媒体１０９上
八の入出力動作を削減してデータアクセスの高速化を図
るためのデータアクセス処理部２０１のフローチャート
、第ｌＯ図はブロック読込みのためのチャネルプログラ
ム処理部２０２のフローチャートである．データアクセ
ス処理部２０１は，まず，主記憶装置１０４上の常駐化
領域１０７にあるブロックの内容が最新のものか，すな
わち該常駐化領域１０７にあるブロックの内容をそのま
ま使用できるかを判定するため、チャネルプログラム処
理部２０２に対して第１０図のチャネルプログラムを発
行する（ステップ９０１）．チャネルプログラム処理部
２０２では，読込み対象のブロックに対応するキャシュ
メモリ１１０内の更新状態表示部ｌｌ３を求め（ステッ
プｆｏｏｌ）．常駐化領域１０７にあるブロック内の更
新状態表示部とキャシュメモリ１１０内にある更新状態
表示部１１３の内容が等しいか調べる（ステップ１００
２）．等しければ、常駐化領域１０７のブロックの内容
をそのまま使用できるので（ｌ　Ｏ　Ｏ　２のＹＥＳの
条件）処理を終了し、等しくないかあるいはキャシュメ
モリ１１０内に該ブロックに対応する更新状態表示部１
１３が未だ格納されていないときだけ（１００２のＮｏ
の条件），ディスク媒体１．０９上から該ブロックを読
込む（ステップ１００３）．このとき，キャシュメモリ
１１０内に該ブロックに対応する更新状態表示部１１３
が格納されていなければ，合わせて該更新状態表示部を
該キャシュメモリ１１０内に新たに格納する． 一方，データアクセス処理部２０１は，第１０図のチャ
ネルプログラム発行後，該チャネルプログラムの実行結
果を調べ（ステップ９０２）．ステップ１００２でＹＥ
Ｓの条件であれば．常駐化領域１０７のブロックの内容
を使用して処理し（ステップ９０３）．Ｎｏの条件であ
れば、ディスク媒体１０９から人出力バッファ１０７に
新たに読込んだブロックを常駐化領域１０７に格納し、
該ブロックの内容を使用して処理する（ステップ９０４
〉。

以上、第９図及び第１０図で示した処理方式により，キ
ャシュメモリ１１０にはブロックの一部である更新状態
表示部１１３だけを格納し，さらに該更新状態表示部１
１３と主記憶装［１０４上の常駐化領域１０７に常駐化
しているブロック内の更新状態表示部をキャシュメモリ
１１０上で比較することにより、複数計算機システム１
０１，１０１′から更新を伴って共用されるディスクフ
ァイルにおいても、各計算機システムの主記憶装置１０
４上の常駐化領域１０７を用いた高性能で効率のよいデ
ータアクセス処理が実現できる．すなわち、キャシュメ
モリ１１０にはブロックの一部だけを格納するだけでよ
いので、キャシュメモリ１１０内のメモリ所要量が少な
くてすみ、かつ、キャシュメモリ１１０での比較は、先
に第５図のステップ５０２で説明したように、ディスク
媒体１０９の回転待ち等の時間がなく、最小限の処理時
間で処理できる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、複数の計算機シ
ステムから更新を伴って共用されているファイルにおい
て、更新処理における目的のブロックの読込みから更新
データの書出しまでの間の排他制御をなくすことが，フ
ァイルのキャシュメモリを有効に活用して可能になる．
同様に、複数の計算機システムから更新を伴って共用さ
れているインデックス等のポインタ関係を有する構造体
を威すファイルの入力処理において、インデックス等の
ポインタを有するブロックの読込みから該ポインタの示
すアドレスにあるブロックの読込みまでの間の排他制御
をなくすことが可能になる。

従って、複数計算機システム全体のデータアクセスの処
理効率向上が図れる． さらに本発明によれば、複数の計算機システムから更新
を伴って共用されているファイルにおいて、各計算機シ
ステムの主記憶装置上の常駐化領域と各計算機システム
から共用されているファイルのキャシュメモリを用いて
、ファイル媒体への入出力を削減でき，複数計算機シス
テムを構成する各計算機システムでのデータアクセスの
高性能化が図れる．

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のシステム構成図、第２図は
本発明を実現する処理機能の関係構成を示す図、第３図
は更新処理における排他制御を不要とするためのデータ
アクセス処理部の処理手順を示す図、第４図は第３図で
使用するブロック読込みのためのチャネルプログラム処
理部の処理手順を示す図、第５図は第３図で使用するブ
ロック更新のためのチャネルプログラム処理部の処理手
順を示す図，第６図はインデックスを持つファイルに対
する入力処理における排他制御を不要にするためのデー
タアクセス処理部の処理手順を示す図、第７図は第６図
で使用するインデックスブロック読込みのためのチャネ
ルプログラム処理部の処理手順を示す図、第８図は第６
図で使用するインデックスブロックからポイントされて
いる目的ブロックの読込みのためのチャネルプログラム
処理部の処理手順を示す図、第９図は主記憶装置上の常
駐化領域を活用するブロック読込みのためのデータアク
セス処理部の処理手順を示す図、第ｔＯ図は第９図で使
用するブロック読込みのためのチャネルプログラム処理
部の処理手順を示す図である． １０１，１０１’・・・計算機システム、１０２・・・
中央処理装置，　１０３・・・チャネル、１０４・・・
主記憶装置、 １０５・・・入出力バッファ、　１０６・・・退避領域
、１０７・・・常駐化領域、 １０８・・・ディスクファイル装置， １０９・・・ディスク媒体、 １１０・・・キャシュメモリ、　１１１・・・ブロック
、１１２・・・更新状態表示部、 １１３・・・キャシュメモリ内更新状態表示部、２０１
，２０１’・・・データアクセス処理部、２０２・・・
チャネルプログラム処理部。 第１ 図 第２図 第３図 第４！！１ 第７図 第６図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）中央処理装置と主記憶装置を具備する複数の計算
   機システムと、該複数の計算機システムで共用されるフ
   ァイル装置とからなる情報処理システムにおいて、 前記ファイル装置に記憶されているブロックを主記憶装
   置に読込む時、該ブロックの全部あるいは一部を格納す
   るキャシュメモリを設け、前記ファイル装置に記憶され
   ているブロックの更新処理を行う際、前記キャシュメモ
   リに格納した当該ブロックの全部あるいは一部の内容と
   主記憶装置上の当該内容とを比較し、不一致であればフ
   ァイル装置からの該当ブロックの読込みからやり直すこ
   とを特徴とする共用ファイルのアクセス制御方式。
2. （２）インデックス等に代表されるブロック間のポイン
   タ関係を有する構造体を成すファイル装置に対して該ブ
   ロック間のポインタをたどってブロック（以下、インデ
   ックスブロックという）の入力処理を行う際、主記憶装
   置上に読込んでいたインデックスブロックの内容とキャ
   シュメモリに格納した当該インデックスブロックの内容
   とを比較し、不一致であれば、当該インデックスブロッ
   クからの読込みからやり直すことを特徴とする請求項（
   １）記載の共用ファイルのアクセス制御方式。
3. （３）主記憶装置上に常駐化領域を設け、ブロックの読
   込みの際、予め主記憶装置上に常駐化していた該ブロッ
   クの全部あるいは一部の内容とキャシュメモリ上の対応
   する内容とを比較し、不一致のときだけファイル装置か
   ら読込むことを特徴とする請求項（１）記載の共用ファ
   イルのアクセス制御方式。