JPH0317141B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明はワード・プロセシング・システムに関
するものであり、更に詳しくいえば直接アクセス
記憶装置（DASD）に記憶されていたデータが記
憶媒体のエラーによつて或いはそのデータを含む
データ・セツトの更新中のシステム電源の異常に
よつて破壊されてしまつた場合そのデータを回復
する方法の改良に関するものである。

〔従来技術〕

本発明に関連した従来技術として次のものがあ
る。

(a) IBMオフイス・システム／６（OS／６）は
デイスケツト上にドキユメントを記憶し、それ
を見つけるために非常に簡単なフオーマツトを
使つている。１つのデイスケツトでは正確に32
個のデータ・セツト（ジヨブ）が常に利用可能
である。その割付けはデイスケツト・トラツク
毎である。デイスケツト・インデツクス（デイ
スケツト上のデータ・セツトを見つける方法）
の全体は非常に小さく、記憶装置内に一度に保
持することができる。IBM OS／６ボリユー
ム・インデツクスはデイスケツト上に重複して
記録される。IBM OS／６デイスケツト・イ
ンデツクスはデイスケツトが駆動装置に挿入さ
れる時システム・メモリにコピーされる。従つ
て、インデツクスを検索及び検索することがパ
フオーマンス上の問題を引起すことはない。

この方法における大きな問題点は１つの記憶
ボリユーム（デイスケツト）上で得ることので
きるジヨブ又はドキユメントの数に関して融通
性が欠けていることである。一般に、ワード・
プロセシング・システムは１つのデイスケツ
ト・ボリユーム上に可変数のデータ・セツトを
貯蔵する必要があり、32個以上のデータ・セツ
トがシステム・オペレータにとつて利用可能で
なければならない。これは記憶ボリユームの１
つの大容量の内部ハード・デイスクであるよう
なワード・プロセシング・システムには特にい
えることである。

IBM OS／６の方法におけるもう１つの問
題点はデイスケツト上のスペースがトラツクを
基準にして特定のデータ・セツトに割付けられ
ることである。従つて、デイスケツトにおける
平均的な無駄なスペース（割付けられるがデー
タを実際に記憶するためには使用されないスペ
ース）は各ジヨブ当り実際に使用されているト
ラツクの半分である。即ちIBM OS／６デイ
スケツトにおける利用可能な70トラツクのうち
最大16トラツクが無駄になつている。

IBM OS／６デイスケツトでは非常に簡単
なボリユーム及びデータ・セツト・インデツク
ス構造が用いられそしてそのボリユーム上に記
憶可能なデータの量が制限されているので、回
復パフオーマンスは一般に問題とは考えられて
いない。

(b) IBMデイスプレイライター・システムは２
レベルのデイスケツト・インデツクスを使用し
ている。それはそのデイスケツトにおけるデー
タ・セツトのロケーシヨンを示すデイスケツ
ト・インデツクス（拡散見出しラベル−EHL）
及び実在する各データ・セツトに対して１つの
データ・セツト・インデツクス（データ・セツ
ト．ラベル−DSL）より成る。EHLは固定サ
イズであり、DSLのサイズはデータ・セツト
のサイズに依存する。１ページのドキユメント
を見つけるにはそのページがデイスケツト上の
どこで見つけられるかを示す適正なポイントま
でDSLを始めから検索する必要がある。

この方法における問題点はそれがデイスケツ
ト上のEHL又はDSL領域において媒体エラー
を受け易いというこことである。EHLを含む
セクタをうまく読取り得ない場合そのEHLブ
ロツクを介してアクセスされたすべてのデー
タ・セツト及びその後のEHLブロツクによつ
てアクセスされたすべてのデータ・セツトは失
われ、最早オペレータにとつてアクセスし得な
くなる。DSLに関しても同様の問題が存在す
る。DSLセクタをデイスケツトから読取り得
ない場合、そのDSLブロツク及びその後のす
べてのDSLが失われる。それはそれら失われ
たDSLセクタからアクセスされたすべてのレ
コードがオペレータにとつて同様に失われるこ
とを意味する。

IBM OS／６及びIBMデイスプレイライタ
ー・システムの両方により使用される方法にお
けるもう１つの問題点はそのデイスケツト上の
或る物理的セクタにおいてはエラーのないオペ
レーシヨンがそのデイスケツトの使用にとつて
必須であることである。これはシリンダ０（ホ
ーム位置における読取・記憶ヘツドによつてア
クセスされるデイスケツト・トラツク）に適用
され、そこには標準のアーキテクチヤに従つて
構成される或る情報があり、そのボリユームの
残り部分の内容の翻訳に必要とされる。換言す
れば、デイスケツトのトラツク０においてエラ
ーが検出された場合、通常はそのデイスケツト
をそれ以上使用し得ない。

IBMデイスプレイライター・システムにお
ける回復のパフオーマンスが問題であると考え
られることがよくある。ドキユメントでほぼ一
杯になつている2Dデイスケツトの場合、60分
以上の回復時間が経験されたことがある。デイ
スプレイライター・ボリユーム・インデツクス
がデータの脱落を受け易いことを考えると、そ
の機能のパフオーマンスは不十分であると考え
られる。

(c) IBM3730はデータ・セツト・インデツクス
が揮発性の作業記憶装置にデータと共に分散さ
れている。各データ・ブロツクは制御領域を有
し、その制御領域は前のブロツク及び次のブロ
ツクのロケーシヨンを他の情報と共に持つてい
る。これは現在のレコードが常に次の（及び前
の）レコードのロケーシヨンを指定するので順
次アクセスが非常に高速であることを意味す
る。

この方法の問題点は先行するすべてのレコー
ドを読取らなければならないのでランダム・ア
クセス（データ・セツトの中間部におけるデー
タを直接にアクセスする）が遅くなることであ
る。ランダム・アクセスのパフオーマンスを向
上させるにはランダム・アクセス用に設定され
たもう１つのデータ・セツト・インデツクスを
必要とすることになろう。

このようなデータ・セツトの回復はすべての
データ・セツト・レコードの順次読取りを必要
とするであろう。各アクセスによつて得られる
情報が少量であることを考えると、大きいデー
タ・セツトの回復はDASDハードウエア装置の
アクセス・タイムに依つて長い時間を取るであ
ろう。

〔発明の目的〕

従つて、本発明の主たる目的は回復過程におい
て考慮しなければならないデータの量を少なくし
ながら高いデータ回復速度を保持しようとするこ
とである。この目的はシステムの融通性を制限し
ない方法で且つ記憶されたデータの型に関係のな
い方法で達成されるべきものである。

本発明のもう１つの目的は所与の目的又はデー
タ・セツトのためのスペースを予約し且つ、他の
目的又はデータ・セツトの要求に対しそのボリユ
ームにおける他のスペースでは不十分である場合
に、この予約されたスペースがそれら他の目的又
はデータ・セツトに割付けられないことを保証す
る方法を提供することにある。

〔発明の概要〕

本発明は、前記目的を達成するものである。簡
単にいえば、記憶ボリユームを“ゾーン”と呼ば
れる論理的に独立した部分に分割するための方法
及び装置が開示される。既存のデータ・セツトに
おける情報へのアクセスは変更する必要はなく、
それら既存のデータ・セツトはそのボリユームに
おけるゾーンの数に関係なく即ちそのデータ・セ
ツトが存在する特定のゾーンに関係なくアクセス
可能である。１つのデータ・セツトを作る場合、
そのデータ・セツトが存在すべき所望のゾーンは
そのデータ・セツト型のうち第１データ・セツト
へ供給されなければならない。然る後、他のすべ
てに機構が正規のシステム・オペレーシヨンに対
して同じとなる。

システム回復の際に得られるそれらの利点は、
１つのゾーン化されたボリユームに対して次のル
ールが守られる限り可能である。

(1) １つのデータ・セツトが単一のゾーン内で全
体的に存在しなければならない。データ・セツ
トが１つのボリユーム上の２つ以上のゾーンに
おける論理的セクタに存在することは許されな
い。

(2) 同じ型のデータ・セツトにおけるすべてのデ
ータ・セツトが単一のゾーン内に存在しなけれ
ばならない。これは特定の型のデータ・セツト
をインデツクスするデータ・セツト・デイレク
トリを含む。

(3) 各ボリユーム・ゾーンは別個の媒体割付けマ
ツプを持ち、特定のゾーンに対する媒体割付け
マツプはそのマツプが関係するゾーン内に記憶
されなければならない。

そのワード処理システム内には、本発明のサポ
ートを受けるオペレーシヨン、即ち記憶媒体の割
付け、データ・セツトのオープン及びクローズ、
記憶媒体のフオーマテイング、及び記憶ボリユー
ムの回復に関連した４つの領域がある。記憶媒体
の割付けは、ルート・ノードを持つもの以外の如
何なるゾーンにおけるデータ・セツトに対しても
割付けが許されないという点で、上記ルールのう
ちの第１のものを強化するためのものである。デ
ータ・セツトのオープン及びクローズの手順は同
じ型のデータ・セツトが同じゾーン内に残ること
（オープン・クリエート・データ・セツト）を保
証しなければならず、それらはゾーンを基準とし
て必要な回復の表示を与える。記憶媒体のフオー
マテイングはそのボリユームをゾーンに分割する
ための機構を与える。記憶ボリユームの回復はゾ
ーンの存在を認識しなければならず且つ各ゾーン
が独立したボリユームであるかの如くそれら各ゾ
ーンを回復しなければならない。

〔実施態様の説明〕

第１図を参照するに、図示されたワード・プロ
セシング・システム１０はキーボード１２を含
み、これは入力されたテキスト及び指令をチヤネ
ル１４を介してプロセツサ１６へ転送する。プロ
セツサ１６はメモリ・バス１８へ接続され、該メ
モリ・バスはCRTデイスプレイ２０、デイスケ
ツト又はハード・デイスクの如き１以上の直接ア
クセス記憶デバイス（以下DASDと略す）２２、
プリンタ２４及びランダム・アクセス式のシステ
ム・メモリ（以下メモリと略す）２６へ接続され
る。

操作員がキーボード１２を介してテキスト・ス
トリームを入力すると、このテキストの各ページ
はメモリ２６に記憶され且つそこで処理される。
テキスト・ストリームがメモリ２６に受取られる
場合、このストリームはデイスプレイ２０にも供
給される。テキストはキーボード１２を介して入
力された後DASD２２に記憶されるか又はプリン
タ２４によつて印刷されうる。

メモリ２６は多数のデータ領域を含み、また記
憶されたテキストを処理するための複数の機能プ
ログラムを含んでいる。テキスト及びそれに関係
する制御機能はテキスト記憶バツフア（以下
TSBと略す）２８に記憶される。

TBS制御ブロツク３０はTSB２８のデータ領
域として使用され、チヤネル３２を介してTSB
２８へ接続される。

キーボード１２を介して各文字が入力される場
合、この文字はキーストローク・サービス・ルー
チンの集合３４を介してメモリ２６に受取られ
る。キーストローク制御ブロツク３６は１つのデ
ータ領域であつて、受取られた文字を処理するた
めの所定のキーストローク・サービス・ルーチン
を決定する。このため、キーストローク制御ブロ
ツク３６はチヤネル３８を介してキーストロー
ク・サービス・ルーチン３４へ連結される。さら
に、キーストローク・サービス・ルーチン３４は
チヤネル４０を介してTSB２８へ連結され、そ
してチヤネル４２を介してTSB制御ブロツク３
０へ連結される。

テキストがTSB２８へ移動されるか又はそこ
から移動されねばならないことをTSB制御ブロ
ツク３０が指示する場合、この移動要求はチヤネ
ル４６を介して記憶アクセス方式（以下SAMと
略す）ルーチン４４へ通知される。SAMルーチ
ン４４は、DASD２２とメモリ２６との間のすべ
てのデータ移動を制御するために使用される。
（キーボード１２、デイスプレイ２０又はプリン
タ２４との通信が必要とされる場合には、SAM
ルーチン４４の代わりにそれぞれのアクセス方式
ルーチンが使用されるが、これらは本発明の要旨
に関係ないので以下省略する。）キーストロー
ク・サービス・ルーチン３４は、チヤネル４８及
びSAMインターフエース制御ブロツク５０を介
して、SAMルーチン４４へ他の制御情報及びデ
ータを通信する。（キーボード１２、デイスプレ
イ２０又はプリンタ２４との通信が必要とされる
場合には、SAMインターフエース制御ブロツク
５０の代わりにそれぞれのアクセス方式に対応す
るインターフエース制御ブロツクが使用される。）
このSAMサービス要求が完了した場合、SAMイ
ンターフエース制御ブロツク５０は処理を継続す
るためにキーストローク・サービス・ルーチン３
４によつて使用されるべき他の情報及びデータを
保持している。SAMインターフエース制御ブロ
ツク５０はチヤネル５２を介してSAMルーチン
４４へ接続される。

SAMブロツク５４はメモリ・バス１８を介し
てDASD２２と接続され、DASD２２とメモリ２
６との間のデータ転送に対する転送点として使用
される。（キーボード１２、デイスプレイ２０又
はプリンタ２４との通信が必要とされる場合に
は、SAMブロツク５４の代わりにそれぞれのア
クセス方式に対応するブロツクが使用される。）
SAMブロツク５４はチヤネル５６を介してTSB
２８と接続される。SAMルーチン４４はチヤネ
ル５８を介してSAMブロツク５４中のデータを
アクセスすることができる。SAMブロツク５４
はチヤネル６０を介してSAMインターフエース
制御ブロツク５０へ連結されているが、これはキ
ーストローク・サービス・ルーチン６４へ情報及
びデータを通信するためである。

SAM内部制御ブロツク６２は、DASD２２に
関する現在のステータス及び情報を保持するため
に設けられている。（キーボード１２、デイスプ
レイ２０又はプリンタ２４との通信が必要とされ
る場合には、ブロツク６２の代わりにそれぞれの
対応ブロツクが使用される。）DASD２２とSAM
内部制御ブロツク６２との間の情報転送は、チヤ
ネル６４及びSAMブロツク５４を介して行なわ
れる。SAM内部制御ブロツク６２中の情報はチ
ヤネル６６を介してSAMルーチン４４へ通信さ
れ、該ルーチンによつて管理される。SAM内部
制御ブロツク６２は、SAMルーチン４４及び
SAMブロツク５４の動作に必要なフラグ及びス
テータス情報を記憶するために使用される。

ここで、第１図を参照してワード・プロセシン
グ・システム１０の動作を簡単に説明する。操作
員がキーボード１２を介して各キーストロークを
入力する場合、これに対応する信号がチヤネル１
４を介してプロセツサ１６へ転送され、かくて該
プロセツサはこのキーストローク指令をメモリ２
６へ記入する。このうにしてキーストローク指令
を受取ると、キーストローク・サービス・ルーチ
ン３４のうちでこの特定の指令を処理すべき所定
のルーチンが選択される。当該キーストローク指
令はそれが制御指令又はグラフイツク・エントリ
のどちらかであるかに対じて処理され、そしてそ
れらの処理結果はTSB２８へ記入される。これ
らのグラフイツク及び指令がTSB２８に順次に
累積される間、テキスト情報はデイスプレイ２０
に供給される。TSB２８が必要なテキスト及び
指令を保持するに十分でない危険がある場合、キ
ーストローク・サービス・ルーチン３４はSAM
インターフエース制御ブロツク５０に制御情報を
記憶することにより、SAMルーチン４４をして
DASD２２へ情報ブロツク（レコード）を転送さ
せるようにする。

操作員は、制御指令を通して、メモリ２６、デ
イスプレイ２０、DASD２２及びプリンタ２４の
間で情報を転送させることができる。また、選択
されたページをDASD２２からメモリ２６へ呼出
すことができるので、操作員はテキストを変更及
び訂訂正してこれをDASD２２へ再び記入した
り、プリンタ２４で印刷させることができる。

第２図には、プロセツサ１６の代表的なハード
ウエア要素が詳細に図示されている。プロセツサ
１６は市販されているものでよく、たとえばイン
テル社のマイクロプロセツサ8086を使用すること
ができる。

このようなプロセツサ１６は制御ユニツト８０
を含み、該ユニツトはキーボード１２、DASD２
２又はプリンタ２４からデバイス・バス８２に生
ぜられるような割込信号に応答する。また、制御
プロセツサ８０はデータ及びアクセス転送用の内
部バス８４へ接続され、該バスはプロセツサ１６
の他のユニツトへ相互接続されている。

制御ユニツト８０はメモリ２６からの取出命令
に応答して制御信号を発生し、該制御信号をプロ
セツサ１６の他のユニツトへ供給する。これらの
制御信号は制御線８６を介して種々のユニツトへ
供給されるが、第２図では制御線８６は演算論理
ユニツト（ALU）８８へ直接的に接続されるよ
うに図示されているにすぎない。制御ユニツト８
０と他のユニツトとの同期動作は、外部クロツク
源（図示せず）からプロセツサ１６へ供給される
クロツク・パルス入力によつて達成される。外部
クロツク源によつて発生されたクロツク・パルス
は、バス９０を介して他のユニツトへそれぞれ転
送される。

プロセツサ１６で処理すべきデータ及び命令
は、バス制御ユニツト９２を介して入力される。
また処理すべきデータがプログラムＩ／Ｏ制御ユ
ニツト９４から入力されることもある。バス制御
ユニツト９２はメモリ２６の記憶要素と相互接続
され、Ｉ／Ｏ制御ユニツト９４又はメモリ２６か
ら受取られたデータを処理するための命令を受取
る。かくて、Ｉ／Ｏ制御ユニツト９４はキーボー
ド１２、DASD２２又はメモリ２６からのデータ
を受取るのに対し、バス制御ユニツト９２はメモ
リ２６からの命令及び／又はデータを受取る。し
かしながら、メモリ２６の互いに異なるセクシヨ
ンを命令メモリ及びデータ・メモリとして使用す
ることも可能であるという点に注意すべきであ
る。

プロセツサ１６からのデバイス制御情報は、プ
ログラムＩ／Ｏ制御ユニツト９４を介してＩ／Ｏ
データ・バス９８に供給される。キーボード１２
又は他のデバイスからＩ／Ｏデータ・バス９８に
供給される入力データは、メモリ・バス１８及び
内部バス８４を介して制御ユニツト８０へ供給さ
れる命令の制御下で、ALU８８によつて処理さ
れる。ALU８８は線８６上の制御信号に応答し
てこの命令に従つた演算を遂行するとともに、そ
の結果をスクラツチ・レジスタ１０２に記憶する
ことができる。

もちろん、AUL８８と他のユニツトとの間で
他の種々のデータ転送を行なうことも可能であ
る。たとえば、ALU８８から内部バス８４を介
してプログラム・カウンタ１０４、データ・ポイ
ンタ・レジスタ１０６又はステータス・レジスタ
１１０へデータを転送することが可能である。

プロセツサ１６の特定の動作は、メモリ・バス
１８にある命令及びデータと双方向性のＩ／Ｏデ
ータ・セツト９８にある入力データとによつて決
定される。たとえば、プロセツサ１６は受取られ
た命令に応答して、スクラツチ・レジスタ１０２
中の記憶データを、レジスタ１０６、１０８又は
１１０のうち任意のレジスタへ転送する。第２図
に図示されているプロセツサ１６のかかる動作は
当業者には明らかであるし、またこれは本発明の
要指には係がないので、以下では各動作の説明を
省略する。 DASD２２上の記憶媒体に記憶され
たページは、複複のレコード（適当なサイズを有
するテキスト単位）へ区分される。レコードは最
大のサイズを有する。かくて、各ページは少くと
も１つのレコードから成り、多くの場合はそれ以
上のレコードから成る。各ページ中のレコード数
及び各文書中のページ数は不定であり、当該デー
タ・セツトを記憶すべき記憶ボリユームの容量に
よつて制限されるにすぎない。ワード・プロセシ
ング・システム１０では、１つのデータ・セツト
はDASD２２中の単一のデイスケツト又はハー
ド・デイスクに記憶されなければならない。もし
ワード・プロセシング・システム１０へ記入中の
或る文書が単一のデイスケツトに収まりきらなけ
れば、操作員は現在のデイスケツト又はハード・
デイスクに対する記入動作を終了するとともに、
他のデイスケツト上の別のデータ・セツトにこの
文書を継続して記入するようにしなければならな
い。

DASD２２上の記憶媒体は、当該技術分野では
周知のように、複数のセクタへ区分される。セク
タの概念は当該技術分野では周知であると考えら
れるので、本発明を理解するのにその詳細な説明
は不要であろう。ワード・プロセシング・システ
ム１０では、記憶媒体上の各セクタは一意的な論
理セクタ番号を割振られている。但し、これらの
論理セクタ番号はゼロから始まる連続的な正の整
数である。論理セクタ番号の各々が記憶ボリユー
ム上にある唯１つの物理領域に対応する限り、特
定の論理セクタ番号が記憶媒体上のどの物理領域
に対応するかということは、本発明を理解する上
で重要なことではない。複数の論理セクタ番号が
連続的な整数である場合は、これらの論理セクタ
は連続的であるとみなされる。

第３Ａ図には、或るテキスト文書がDASD２２
上の１つのデータ・セツト１２０へ編成されてい
る１つの例が示されている。例示したデータ・セ
ツト１２０は、データ・セツト・インデツクス１
２２と３つのテキスト・ページ、すなわちページ
１、１２４、ページ２、１２６及びページ３、２
８から成る。ページ１、１２４は３つのレコー
ド、すなわちレコード０、１３０、レコード１、
１３２及びレコード２、１３４を有する。ページ
２、１２６は単一のレコード０、１２６を有する
にすぎない。ページ３、１２８は２つのレコー
ド、すなわちレコード０１３６及びレコード１、
１３８を有する。

データ・セツト・インデツクス１２２は、デー
タ・セツト１２０の前記ページが置かれている記
憶媒体上の位置を決定するために第２図のSAM
ルーチン４４によつて使用される。データ・セツ
ト・インデツクス１２２は文書の各ページごとに
１つのインデツクス・エントリを含み、この例で
はページ１ないしページ３にそれぞれ対応するイ
ンデツクス・エントリ１４０、１４２及び１４４
を含んでいる。

所望のページを速かに探し出すことができるよ
うに、各ページ・インデツクス・エントリは該エ
ントリによつて参照されるページを識別するため
の１つのページ・キーを含む。かくて、この例で
は、ページ１・キー１４６、ページ2.キー１４８
及びページ３・キー１５０が含まれている。たと
えば、ページ２、１２６を探し出すためには、そ
の所望のページ・キーとページ１・キー１４６を
単に比較するだけでページ１・インデツクス・エ
ントリ１４０が適切でないことがわかる。ワー
ド・プロセシング・システム１０では、各デー
タ・セツト・インデツクス中のすべてのページ・
キーは一意的でなければならない。

１つのページの各レコードは、そのインデツク
ス・エントリのレコード記述子を通して操し出さ
れる。各レコードは、記憶ボリユームにある連続
的な１組の論理セクタに記憶される。１つのレコ
ードに割振られる論理セクタの数は、このレコー
ドを保持するに必要なセクタの最小の数に対応す
る。これらのセクタは全体としてそのまま割振ら
るのである。レコード記述子は、当該レコードを
保持する記憶媒体上の論理セクタのうち、最小の
論理セクタ番号を有する論理セクタの位置を指示
する。またレコード記述子は、当該レコードの長
さも指示する。たとえば第３Ａ図では、ページ
１・レコード０、１３０に対するレコード記述子
は、ページ１・インデツクス・エントリ１４０に
おいてレコード０・記述子１５２として設けられ
ている。ページ１、１２４の残りのレコードは、
レコード１・記述子１５４及びレコード2.記述子
１５６によつて記述される。単一のレコードを保
持するページ２、１２６の記憶媒体上の位置は、
ページ２・インデツクス・エントリ１４２に設け
られたレコード０・記述１５８によつて決定され
る。同様に、ページ3.インデツクス・エントリ１
４４はレコード０・記述子１６０及びレコード
１・記述子１６２を含み、これらによつてページ
３のレコード０１３６及びレコード１、１３８を
それぞれ探し出す。

ワード・プロセシング・システム１０のDASD
２２に記憶されたデータ・セツトのデータ・セツ
ト・インデツクス１２２は、複数のノード（節）
に区分される。このようにして区分された各イン
デツクス・ノードは、それぞれ１つの論理セクタ
に記憶される。もし、当該データ・セツトへテキ
ストを追加したとき１つのインデツクス・ノード
に置かれる情報の量が１つの論理セクタに記憶可
能な量を越えるようになれば、このインデツク
ス・ノードを２つ以上のインデツクス・ノードへ
分割し、そして分割後の各インデツクス・ノード
をそれぞれ１つの論理セクタに保持させるように
することができる。すべてのデータ・セツトはそ
れぞれ少くとも１つのインデツクス・ノードを有
する。

第３Ｂ図を参照すると、第３Ａ図のデータ・セ
ツト・インデツクス１２２の拡張された例が示さ
れる。ルート・ノード（根幹の節）２４０はその
データ・セツトの第１インデツクス・ノードであ
る。そのデータ・セツトにおいてこのノードから
始まる他のすべてのインデツクス・ノード及びす
べてのデータ・レコードがアクセス可能となる。
インデツクス構成要素２４２はそのインデツクス
の次のレベル、即ち中間ノードＩ２４４及び中間
ノードＪ２４６に対するアクセス情報を含んでい
る。中間ノードＩ２４４内には、リーフ・ノード
（葉の節）Ｂ２５６、リーフ・ノードＣ２５８、
リーフ・ノードＤ２６０を参照するためのリーフ
Ｂインデツクス・エントリ２５０、リーフＣイン
デツクス・エントリ２５２、リーフＤインデツク
ス・エントリ２５４を持つたインデツクス構成素
子２４８がある。従つて、第３Ｂ図は３レベル・
インデツクス・トリーの一例を示すものであり、
この例ではルート・ノード２４０のノード・レベ
ルは２であり、中間ノードＩ２４４及び中間ノー
ドＪ２４６に対するノード・レベルは１であり、
そしてすべてのリーフ・ノードに対るノード・レ
ベルは０のままである。リーフ・ノード間の接続
２６４はリーフ・ノード・チエーンを表わす。

従つて、第３Ｂ図に示された一般的なインデツ
クス構造によれば、SAMルーチン４４は２つの
異なる方法で、すなわち文書の表示又は訂正方法
に応じて、所望のページ又はレコードを探し出す
ことができる。たとえば、リーフ・ノードＤ２６
０で参照される或るページの最初のレコードを探
し出すために、SAMルーチン４４はDASD２２
からルート・ノード２４０を取出し且つそのイン
デツクス構成要素２４２を探索することにより、
中間ノードＩ２４４が該当する中間ノードである
ことを決定する。次いで、中間ノードＩ２４４が
記憶媒体から取出され、そしてリーフ・ノードＤ
２６０が適切なリーフ・ノードとして同様に選択
される。記憶媒体からリーフ・ノードＤ２６０を
取出した後、所望のページのキーを探し出すため
にリーフ・ノードＤ２６０のインデツクス構成要
素が探索される。

一方、もし操作員がリーフ・ノードＣ２５８で
参照される最終レコードの終りにあつて、テキス
トの次のレコード（リーフ・ノードＤで参照され
る）へのスクロールを望もでいれば、記憶媒体上
のリーフ・ノードＤ２６０を直接探し出すために
リーフ・ノードＣ２５８中のリーフ・ノード・チ
エーンを使用することができる。この場合、ルー
ト・ノード及び中間ノードを再び取出したり、探
索することは全く必要ない。

各データ・セツトごとに、ルート・ノード（根
幹の節）と呼ばれる一意的な１つのインデツク
ス・ノードがある。これに対し、リーフ・ノード
（葉の節）と呼ばれるインデツクス・ノードがあ
るが、このリーフ・ノードはそのインデツクス・
エントリによつてページを直接的に参照するよう
なものである。第３Ｃ図に例示されたデータ・セ
ツト・インデツクスは十分に小さく、必要とされ
る単一のリーフ・ノードとルート・ノードが同じ
ノードであるので、ルート／リーフ・ノード１７
０と呼ばれる。ルート／リーフ・ノード１７０
は、ノード・ヘツダ１７１、データ・セツト・プ
ロフイル１７２及びインデツクス構成要素１７４
を含む。データ・セツト・プロフイル１７２は、
全体として当該データ・セツトに関係する情報及
びステータスを保持する。データ・セツト名１７
６は、操作員がアクセスすべき文書を選択するこ
とを可能にするようなテキスト・グラフイイツク
を保持する。データ・セツト・コメント１７８は
当該文書に関する記述情報の追加スペースを与え
るので、操作員がデータ・セツト名１７６の１部
として記入したくない情報をここに置くことがで
きる。

第３Ｄ図では、ルート／リーフ・ノード１７０
のインデツクス構成要素１７４に関する一層詳細
な情報が示されている。リーフ・ノードのインデ
ツクス構成要素１７３は、当該文書のページを直
接的にポイントするような複数のインデツクス・
エントリを含む。図示の例では、インデツクス構
成要素１７３は、ページN1・インデツクス・エ
ントリ１７６及びページN2・インデツクス・エ
ントリ１７７を含む。但し、N1及びN2は当該文
書における１対の連続ページのページ番号を表わ
す。ページN1・インデツクス・エントリ１７６
は、ページN1・キー１７８とページN1中の各レ
コードごとに１つのレコード記述子、すなわちこ
の例ではレコード０・記述子１７９及びレコード
１・記述子１８０を保持する。同様に、ページ
N2・インデツクス・エントリ１７７はページ
N2・キー１８１を保持し、そしてレコード０・
記述子１８２及びレコード１・記述子１８３を保
持する。

所与のインデツクス構成要素では、そのインデ
ツクス・エントリはページ・キーの昇順に記憶さ
れている。従つて、もし当該文書中のページN1
及びN2が同じリーフ・ノードで参照され、そし
てページN1の直後にページN2が続くのであれ
ば、ページN1・インデツクス・エントリ１７６
の直後にページN2・インデツクス・エントリ１
７７が続くように配列される。

第３Ｂ図に示されたインデツクス構造はボリユ
ームをインデツクスのハイラーキとして構成する
ことによつて１つのデータ・セツトから１つのボ
リユーム全体へ一般化可能である。第４図はボリ
ユーム・インデツクスの１つの例のブロツク図を
示す。この例では、記憶ボリユームは３つのデー
タ・セツトを含んでいる。それらデータ・セツト
のうちの２つは同じデータ・セツト型（例えば両
方ともテキスト・ドキユメント）のものである。
第３のデータ・セツトは異なるデータ・セツト型
のものである。

各記憶ボリユームに対して１つの媒体制御レコ
ード２８０があり、それはボリユーム・ラベル
（ボリユーム名）のようなそのボリユームについ
ての情報を持つている。媒体制御レコード２８０
内にはHDR1フイールドとよばれるフイールド２
８１がある。そのHDR1フイールド２８１の目的
はそのボリユームに存在するデータに関する情報
を与えることである。更に詳しくいえば、アンカ
ー・ロケーシヨン・ポインタ２８２（媒体制御レ
コード２８０からアンカー２８４までの曲線矢印
で示される）がある。そのアンカー・ロケーシヨ
ン・ポインタ２８２はアンカー２８４のそのボリ
ユームにおけるロケーシヨンを示すものである。

アンカー２８４は等１レベルルのボリユーム・
インデツクス情報である。アンカー２８４の機能
はデータ処理システムにおけるDASD記憶ボリユ
ーム上の内容のボリユーム・テーブルと同じであ
る。そのワード・プロセシング・システム１０で
は、アンカー２８４はデータ・セツト・インデツ
クスとして構成される。更に詳しくいえば、その
アンカーのフオーマツトはルート・ノードとリー
フ・ノードとを結合したルート／リーフ・ノード
のフオーマツトである。しかし、第３Ａ図におけ
るようにドキユメントのレコード及びページを参
照する代りに、アンカー２８４はボリユーム情報
又は他のデータ・セツトを参照する。他のインデ
ツクス・ノードの場合のように、アンカー２８４
は低レベル・データを参照するインデツクス構成
要素２８５を含んでいる。

アンカー・インデツクス構成要素２８５のフオ
ーマツトは第３Ｄ図に示されたインデツクス構成
要素１７３と同じである。アンカー２８４では、
インデツクス・エントリーのキー（ページN1キ
ー１７８と同じ）がデータ・セツト型から構成さ
れる。従つて、アンカー２８４には記憶ボリユー
ムに存在する各データ・セツト型に対して１つの
インデツクス・エントリがある 媒体割付けマツプ２８６は記憶媒体上の各セク
タの割付け状態を表わす。ワード・プロセシン
グ・システム１０では、媒体割付けマツプはその
媒体上の各セクタに対して１つの指示子を持つて
いる。その指示子はそのセクタがデータへの割付
けのために使用可能であるかどうかを示す。既存
のすべてのインデツクス・ノード及びデータ・セ
ツト・レコードに対する指示子は使用可能でな
い。即ちこれらセクタは既に割付けられている。
アンカー・インデツクス構成要素２８５における
媒体割付けマツプ２８６に対するインデツクス・
エントリはその媒体割付けマツプに割付けられた
データ・セツト型をキーとして有し、論理セクタ
番号２８７及びそのボリユームにおける媒体割付
けマツプ２８６の長さをレコード記述子として有
する。

第４図の例では、データ・セツトＡ２８８はそ
のボリユームにおけるその型の唯一のデータ・セ
ツトであると仮定する。従つて、アンカー・イン
デツクス構成要素２８２におけるインデツクス・
エントリはデータ・セツトＡ２８８のデータ・セ
ツト型から構成されたキーとデータ・セツトＡ２
８８のルート９ノードの論理セクタ番号を示す論
理セクタ番号２８９とより成る。

しかし、データ・セツトＢ２８９及びデータ・
セツトＣ２９０は同じデータ・セツト型を持つも
のと仮定する。インデツクス構成要素におけるキ
ーは一意的でなければならず且つデータ・セツト
Ｂ２８９及びデータ・セツトＣ２９０のデータ・
セツト型から構成されるキーは同じであるので、
この要件を与えるためにもう１つのレベルのイン
デツクスが導入される。デイレクトリ２９１はデ
ータ・セツト・インデツクスであり、それに対す
るデータは低レベルのデータ・セツトより成る。
デイレクトリ２９１のデータ・セツト型はそれが
参照するすべてのデータ・セツトのデータ・セツ
ト型と同じである。従つて、アンカー・インデツ
クス構成要素２８５におけるインデツクス・エン
トリはデイレクトリ２９１のデータ・セツト型か
ら得られるキーを使用し、論理セクタ番号２９２
を介してデイレクトリ・ルート・ノードを参照す
る。

デイレクトリ・インデツクス構成要素２９３は
データ・セツト・ルート・ノードを参照する。イ
ンデツクス構成要素２９３におけるインデツク
ス・エントリに対するキーはワード・プロセシン
グ・システム１０ではデータ・セツトの名称であ
り、１つの記憶媒体におけるデータ・セツトは一
意的なデータ・セツト名を持つ必要がある。従つ
て、デイレクトリ・インデツクス構成要素２９３
におけるキーは一意的である。

１つのルート／リーフが或るデータ・セツト型
におけるすべてのデータ・セツトに対するインデ
ツクス・エントリを含むには不十分な点までデー
タ・セツトの数が増加する場合には、デイレクト
リ２９１を他のすべてのデータ・セツト・インデ
ツクスと同様に多量レベルへ拡張してもよい。し
かし、ワード・プロセシング・システム１０にお
ける一意的なデータ・セツト型の数は制限されて
いるので、アンカー２８４をルート／リーフより
も大きく拡張する必要はない。

第５Ａ図は第１図に示されたSAM内部制御ブ
ロツク６２の一部分を更に詳細に示すものであ
る。ユニツト制御ブロツク／記憶（UCS）３０
０はデバイス及び動作ステータス情報及びその制
御情報を含み、データ・セツト及びボリユーム・
インデツクスのアクセス及び更新のためのバツフ
ア領域を与える。ボリユームという用語はそのワ
ード・プロセシング・システム１０に接続された
DASD即ち１つのデイスケツト又はハード・フア
イルを意味する。このシステムによる処理のため
に利用可能な各ボリユームはそれ自身のUCSを
持つている。

デバイス・ステータ情報領域３０２はDASD２
２に対する実際の入出力動作を制御するために
SAMルーチン４４によつて使用されるデータ及
び制御インデイケータを含んでいる。そのデバイ
ス・ステータス情報３０２はキーストローク・サ
ービス・ルーチン３４からの要求を処理する際に
アクセスされるべき利用可能なボリユームはどれ
を決定するためにもSAMルーチン４４によつて
使用される。

記憶アクセス制御ブロツク（SACB）チエー
ン・スタート・ロケーシヨン３０３はSACBチエ
ーンにおける第1SACBのロケーシヨンを与える。
或るデータ・セツトがアクセスのためにオープン
される時、そのデータ・セツトがアクセスのため
にオープンされる限り関連情報を持つている１つ
のSACBが与えられる。そのGACBチエーン・ス
タート・ロケーシヨン３０３は第１データ・セツ
トSACBのロケーシヨンを示すか或いはデータ・
セツトのオープンがないことを表わすヌル（空
白）値を持つている。各SACBにはそのチエーー
ンにおける次のSACBに対するロケーシヨン・ポ
インタがある。ヌルの次SACBポインタはその
SACBチエーンの終りを表わす。

ボリユーム・データ・セツト・インデツクス・
バツフア３０４はアンカーとよばれる第１レベル
のボリユーム・インデツクスを含んでいる。この
バツフアはDASD２２のボリユームに対するアン
カー２８４（第４図）を含んでいる。そのアンカ
ーはボリユーム上で１つのデータ・セツトが見つ
けられるべき時にDASD２２から入出力動作を不
要にするためにシステム・メモリ２６に保持され
る。ボリユーム上のデータ・セツトを見つけるこ
とは、ボリユーム・インデツクスにおけるキーが
データ・セツトの型（例えば、テキスト・ドキユ
メント）及びデータ・セツト名（例えば、第４Ｃ
図のデータ・セツト名１７６）より成る場合、１
つのデータ・セツト内のページを見つけるのと全
く同じである。

媒体割付けマツプ・バツフア３０６はシステ
ム・ボリユームに対する媒体割付けマツプのため
のスペースを与える。このバツフアはDASD２２
のボリユームに対する媒体割付けマツプ２８６
（第４図）のコピーを含んでいる。

USC３００の残り部分は内部ステータス及び
制御情報のために及び種々の計算及び動作の中間
結果を保持するために使用されるが、それらの詳
細は本発明の要旨と関係ないので省略する。

第５Ｂ図は第５Ａ図に示された媒体割付けマツ
プ・バツフア３０６を更に詳細に示したブロツク
図である。その媒体割付けマツプ・バツフア３０
６は３つの情報セクシヨン、即ちボリユーム固定
情報セクシヨン３１０、ゾーン可変情報セクシヨ
ン３１２、媒体割付けマツプ・データ・セクシヨ
ン３１４を含んでいる。

ボリユーム固定情報セクシヨン３１０はボリユ
ーム全体に対して一定である媒体割付けマツプに
関する情報を持つている。この情報は現在のその
ボリユーム上のゾーンの数３１６、全体のゾーン
回復に必要なインデイケータ（フラツグ）３１
７、ボリユーム最大LSN３１８、グループ当り
の割付け単位３１９，シヤドー・オフセツト３１
０、割付付けグループ・マツプ３２１より成る。

ゾーン可変情報３１２はそのボリユーム上の各
ゾーンに対して異つた情報を含んでいる。この例
では、サポートされるゾーンの最大数は６である
ので第５Ｂ図は６組のゾーン可変情報を示す。各
ゾーン可変情報はゾーン回復インデイケータ３２
５、ゾーン最小LSN３２６、ゾーン最大LSN３
２７、ボリユーム上のゾーン・マツプのロケーシ
ヨン３２８を含んでいる。

第５Ｃ図は第５Ｂ図に示された媒体割付けマツ
プ・データ３１４の構成を更に詳細に示すもので
ある。１つのゾーンに対する媒体割付けマツプ・
データ３１４はヘツダー３１６及び１つ又は複数
の割付けグループ・マツプ３１８より成る。媒体
割付けマツプ・バツフア３０６内には、既存のゾ
ーンに対する媒体割付けマツプ・データが連続し
て記憶される。

割付けグループは単にセクタの１つのグループ
分けに過ぎない。割付けグループ３１８は単一の
ゾーンに属し、それはゾーン境界にまたがること
はない。ワード・プロセシング・システム１０で
は、１つの割付けグループが物理的記憶媒体上の
１つのシリンダに対応する。割付けグループの大
きさは記憶媒体の型によつて異つてもよい。従つ
て、ワード・プロセシング・システム１０では、
１つのデイスケツトにおける割付けグループは16
個の論理セクタを含み、１つのハード・デイス
ク・フアイルにおける割付けグループは102個の
論理セクタを含む。媒体の型に関係なく、すべて
の論理セクタは同じ大きさである。

ヘツダー３１６は全ゾーン・マツプ・データの
長さ３２０及びオブジエクトID３２２り成る。
そのオブジエクトID３２２はデータを媒体割付
けマツプとして識別するものであり、すべてのゾ
ーン媒体マツプに対して同じ値を含んでいる。

割付けグループ・データ３１８は２つのセクシ
ヨン、即ち優先指示部３２４及び割付けグルー
プ・セクタ指示部３２６を含んでいる。優先指示
部３２４は割付けグループにおけるセクタが優先
度、例えば大きな割付けブロツク、インデツク
ス・ノード等に従つて割付けられるのを可能にす
る。割付けグループ・セクタ指示部３２６はその
セクタが将来の記憶媒体割付け要求を満足するの
に利用可能であるかどうかに関する、その割付け
グループにおける各論理セクタに対する表示を含
んでいる。ワード・プロセシング・システム１０
における所与のボリユーム上のすべての割付けグ
ループは同じ大きさである。ボリユーム固定情報
セクシヨン３１０（第５Ｂ図）は割付けグループ
（シリンダ）３１８当りの割付け単位（セクタ５
の数及び割付けグループ・データ・マツプ３２１
の長さを含んでいる。

多数のゾーンをサポートしなければならない
SAMルーチン４４内の動作領域の１つは媒体割
付け処理の領域である。その媒体割付け処硫領域
におけるゾーンの位置指定に関する本発明の論理
動作が第６Ａ図の流れ図で示される。その手順は
ゾーン位置指定サービス・ルーチン・ステツプ３
５０で開始される。ステツプ３５１において、そ
のボリユーム上の第１ゾーンが位置指定される。
ゾーンを位置指定するということは適正なゾーン
可変情報へのアクセスを行なうこと及びゾーン媒
体割付けマツプ・データのUCS３００における
ロケーシヨンを決定することである。第１ゾーン
に対しては、UCS３００内の両ロケーシヨンが
固定されている。

１つの特定のゾーンを選択するには２つの方法
がある。即ち、そのゾーンに含まれたセクタの論
理セクタ番号（LSN）によるものとゾーン番号
によるものとがある。ステツプ３５２では、ゾー
ン位置指定サービスを要求する手順がどの方法を
使用したかを知るためのテストが行なわれる。

LSNによる選択が選ばれた場合、入力LSNよ
り大きいか或いはそれに等しい最大LSNを持つ
た第１ゾーンをみつけるためにゾーン可変情報セ
クシヨンがサーチされなければならない。ステツ
プ３５４において、ゾーン・カウンタが第１ゾー
ンに初期設定される。そこでステツプ３５６にお
いてゾーン最大LSNが入力LSNと比較される。
入力LSNが現在のゾーン内にない場合、ステツ
プ３５８において次のゾーンが位置指定される。
それは現ゾーン・マツプ・データを現ゾーン・マ
ツプ・データ・ロケーシヨン・ポインタに加える
こと及びそれを次ゾーン可変情報フイールドへ移
動させることによつて行なわれる。ステツプ３５
９においてゾーン・カウンタがインクレメントさ
れ、然る後ステツプ３５６におけるテストに戻
る。

適正なゾーンが位置指定されると、ステツプ３
６１においてそのゾーン内の以後の動作に対する
初期LSNは入力LSNからゾーン最小LSNを減ず
ることによつて行なわれる。そこでその手順とし
てはステツプ３６３で終了し、ゾーン位置指定に
対する次の要求が受取られるまで開始されない。

ゾーン位置指定手順が入力ゾーン番号に従つて
動作すべき場合、ステツプ３６５は既に適正なゾ
ーンが位置指定されてしまつたかどうかをる知る
ためのテストを行なう。もしそれが位置指定され
ていれば、その後の処理のための初期LSNがス
テツプ３７０において０にセツトされ、そ手順は
前述のようにステツプ３６３で終了する。適正な
ゾーンが位置指定されていなければ、次のゾーン
がそのボリユームに存在するかどうかを知るため
のテストがステツプ３６６で行なわれる。これは
次のゾーンに対して高いLSNをテストすること
によつて行なわれる。次のゾーンが存在しない場
合、この値は０となり、高いLSNに対して無効
値を表わす（これは１つのゾーン内に少くとも１
つの割付けグループがなければならないためであ
る）。次のゾーンが存在しない場合、現在の（最
後に存在する）ゾーンが省略ゾーンとして選択さ
れ、前述のようにステツプ３７０及び３６３へ進
む。次のゾーンが存在する場合、それはステツプ
３５８に関して前述したのと同じ方法でステツプ
３６８において位置指定される。

記憶ボリユーム上のスペース割付けに関する本
発明の論理動作を第６Ｂ図に示された流れ図でも
つて説明する。その手順は割付けサービス・ルー
チン・ステツプ３７５で開始される。割付け要求
は（ゾーン番号はゾーン内の論理セクタ番号によ
つて）所望のゾーン及び割付けられるべき連続し
たセクタの数を指定する。

この隣接するセクタのブロツクはエタステント
と呼ばれる。

ステツプ３７６では、スペースを割付けるべき
適正なゾーンを位置指定するためにゾーン位置指
定手順が行なわれる。この手順はチエツクを始め
るそのゾーン内の論理セクタ番号を与える。エク
ステントが現LSNで開始し得ることがステツプ
３７９でわかつた場合、現LSNで始まるエクス
テントは最早使用し得ないものとしてステツプ３
８１でマークされる。最終的には、ステツプ３８
２においてエクステント割付の成功がリターン・
コード機構を介して要求手順へ信号され、その手
順はステツプ３８４で終了し、次の割付け要求が
発生されるまで再開されない。

現LSNで始まるエクステント内の１つ又は複
数のセクタがステツプ３７８及び３７９で利用不
可能であるとわかつた場合、現LSNはステツプ
３８６でインクレメントされる。ステツプ３８８
で、その結果がそのゾーンに対る最大LSNに関
してチエツクされる。新しい現論理セクタ番号が
なおそのゾーン内にある場合、新しいエクステン
トが前述のようにステツプ３７８でチエツクされ
る。新しいエクステントが現ゾーン内にない場
合、要求される割付けは要求されたゾーンでは満
足され得ない。利用可能なエクステントがないこ
とがステツプ３９０において信号され、その手順
は前述のようにステツプ３８４で終了する。

第７図は第１図に示されたSAMインターフエ
ース制御ブロツク５０の一部分を詳細に示すもの
である。記憶事象制御ブロツク４００はコマン
ド、オプシヨン及びキーストローク・サービス・
ルーチン３４がSAMルーチン４４へサービス要
求を通信するために必要なすべての情報並びに
SAMルーチン４４が逆にサービス要求の結果を
通信するために必要なすべての情報を含んでい
る。

コマンド及びオプシヨン・インデイケータ領域
４０２は要求されたコマンド及びそのコマンド要
求を修正するためのオプシヨン・インデイケータ
を含んでいる。これの一例はフオマツトのゾーン
分割オプシヨンが望まれていることを表わすオプ
シヨン修正子を持つたフオーマツト・コマンドで
ある。

アンカー記述子４０４は、新しいゾーンの形成
（フオーマツト・ゾーン分割）が要求されている
時にアンカーが今いる位置に留まるべきか或いは
新しいゾーンへ移動すべきかを表わす。

高LSN割付けバツフア４０６は高LSNが初期
設定されたために割付けられた最高の論理セクタ
をSAMルーチン４４がキーストローク・サービ
ス・ルーチン３４へ通信するのを可能にする。

ゾーン番号４０８は新しいデータ・セツトが作
られるべきゾーンをキーストローク・サービス・
ルーチン３４が指定するのを可能にする。同じ型
のデータ・セツトはすべて同じボリユーム内に存
在しなければならないので、同じ型のデータ・セ
ツトが既にそのボリユーム内に存在する場合、こ
のパラメータは無視される。

ゾーン・エンド論理セクタ４０６は現在のゾー
ンが２つのゾーンに分割される時その現在のゾー
ン内に保持されるべき最終割付けグループをその
要求手順が指定するのを可能にする。

データ・セツト型４１０は記憶媒体上に形成さ
れるべきデータ・セツトの型を指定する。

記憶アクセス制御ブロツク（SACB）ロケーシ
ヨン・バツフア４１１はシステム・メモリ２６に
おけるSACBのロケーシヨンを含む。そのSACB
は或るデータ・セツトへのアクセスに関連した
SAMリクエストのために使用されるインターフ
エース制御ブロツクである。

そのボリユーム内に紛数のゾーンがある場合に
は、アクセのためにデータ・セツトをオープンす
るというSAM機能に含まれる本発明に関連の２
つの要件がある。即ち、それは新しいデータ・セ
ツトを適正なゾーン内に記憶すること及びゾーン
回復インデイケータを与えることである。デー
タ・セツト及びボリユーム・インデツクスにおけ
るエラーの可能性がある場合には表示が行なわれ
なければならない。そのボリユーム上のどのゾー
ンが回復を必要とするか及びどのゾーンがスキツ
プされるかを決定するためには、各ゾーンに対し
て同様の情報が保持されなければならない。

アクセスのためのデータ・セツトをオープンす
ることに関する本発明の論理動作が第８Ａ図の流
れ図で示される。その手順はオープン・サービ
ス・ルーチン・ステツプ４２５で開始される。ス
テツプ４２６では、サーチが行なわれ、それはア
ンカーで始まりそしてその要求されたデータ・セ
ツトが既に存在しているかどうかを知るためにデ
イレクトリ（デイレクトリがある場合）を通して
続けられる。そのデータ・セツトが存在すること
をステツプ４２８におけるテストが示す場合、デ
ータ・セツト・ルートLSNがステツプ４３０で
得られ、ゾーン位置指定手順がステツプ４３１で
行なわれるそのデータ・セツトを含むゾーンを得
る。そこでそのデータ・セツトはステツプ４３３
で処理され、アクセスのためにそれをオープンす
る。

ゾーン回復ステータス・インデイケータをサポ
ートするために、ステツプ４３５においてそのデ
ータ・セツト・ゾーンがSACBに記憶されそして
ステツプ４３７においてそのSACBは記憶ボリユ
ーム上のアクセスのためにデータ・セツト・オー
プンのためのSACBのチエーンに加えられる。そ
のオープンの型が更新（読取／書込アクセス）で
あつた場合、データ・セツト・ゾーンのためのゾ
ーン回復インデイケータがステツプ４３９におい
てセツトされ、読取／書込アクセスがクローズを
介して終了する前にシステムの電流が切れた場合
そのゾーンは回復する必要があることを表わす。
最後に、その手順はステツプ４４１において終了
し、アクセス要求のための次のオープン・デー
タ・セツトが検知されるまで開始されない。

そのデータ・セツトが見つからなかつた場合、
それは作らなければならない。ステツプ４４３に
おいて同じ型のデータ・セツトがそのボリユーム
上に存在するかどうかを知るためにアンカーが再
びサーチされそしてそのサーチ結果がステツプ４
４４においてテストトされる。同じ型のデータ・
セツトが存在しない場合、そのデータ・セツトに
対するルート・ノードがステツプ４４８において
アンカーから取出されそしてゾーン位置指定手順
がステツプ４４９において行なわれてそのデー
タ・セツトが形成されるべきゾーンを得る。ステ
ツプ４５１においてデータ・セツト・ルート・ノ
ードが形成され、同時にデータ・セツトが読取・
書込アクセス・ノードに対してオープンされる。
然る後、SACB及びゾーン回復インデイケータ動
作がステツプ４３５〜４３９において行なわれ、
前述のようにステツプ４４１においてその手順が
終了する。

データ・セツトに対する読取・書込アクセスが
最早必要なくなると、SAMルーチン４４へクロ
ーズのための要求が発生されなければならない。
アクセスのためのデータ・セツトをクローズする
ことに関する本発明の論理動作が第８Ｂ図の流れ
図に示される。その手順はクローズ・サービス・
ルーチン・ステツプ４６０でもつて開始される。
ステツプ４６１では、アクセスのためにデータ・
セツトをクローズするための標的動作が行なわれ
そしてステツプ４６３においてデータ・セツトを
オープンするためのSACBがSACBチエーンから
取除かれる。

次に、今クローズしたデータ・セツトを含むゾ
ーン内に更新（読取／書込）のための残りのデー
タ・セツト・オープンがあるかどうかを知るため
に、残りのSACBチエーンがサーチされなければ
ならない。ステツプ４６５では、第1SACBの現
在のロケーシヨンがUCS３００のSACBチエーン
開始ロケーシヨン３０３から取出される。有効な
SACBであつてまだ調査されてないものがあるか
どうかを知るためにステツプ４６７において現
SACがテストされる。そのようなものがない場
合、現在のゾーンにはデータ・セツトがオープン
読取／書込であるものはなく、従つてステツプ４
６９においてゾーン回復インデイケータはリセツ
トされ、ステツプ４７１においてその手順は終了
しデータ・セツトのクローズのための次の要求が
受取られるまで再開されない。

SACBが存在する場合、今クローズしたデー
タ・セツトと同じゾーン内に読取／書込アクセス
のためのデータ・セツト・オープンにそのSACB
が属するものかどうかを知るためにステツプ４７
３においてそれがチエツクされる。それが属する
場合、それ以上の作用は必要なく、その手順は前
述のようにステツプ４７１で終了する。それが属
さない場合、そのチエーンにおける次のSACBの
ロケーシヨンが現SACBから取出されそしてこの
SACBがステツプ４６７において同様にテストさ
れる。

ワード・プロセシング・システム１０で利用可
能なもう１つの機能はボリユームの内容のインデ
ツクスを表示することである。操作員に与える情
報に含まれるものはドキユメント又は他の操作員
データ・セツトの合計数及び将来の新しいレコー
ド、ドキユメント又は他のデータ・セツトのため
に利用し得るその記憶ボリユーム上の未使用スペ
ースのパーセンテージがある。利用し得るスペー
スはセクタの合計数及び将来の割付けのために利
用し得るセクタの数から計算される。記憶ボリユ
ーム上に多数のゾーンがある場合、ドキユメント
（同じデータ・セツト型のものすべて）はそれら
ゾーンの１つだけに記憶される。他のゾーンにお
ける未割付けのセクタは新しいドキユメント・ペ
ージ又は新しいドキユメントのために利用し得な
いので、操作員がデータを記憶し得るゾーンに対
してのみデータ・セツト・カウント及びセクタ・
カウントが計算されなければならない。一方、そ
の時のその記憶ボリユーム上のゾーンの数に関係
なく他のいくつかの機能がそのボリユームに関す
る情報を必要とする。

ボリユーム統計値或いは情報を戻すSAM機能
はDTOC照会と呼ばれる。DTOC照会に関する
本発明の論理動作が第９図の流れ図で示される。
その手順はDTOC照会サービス・ルーチン・ス
テツプ４８０で開始される。ステツプ４８１で
は、アンカーにおける第１インデツクス・エント
リが位置指定され、ステツプ４８２において統計
値が０に初期設定される。

ステツプ４８４においてインデツクス・エント
リがアンカーから取出され、ステツプ４８５にお
いてゾーン位置指定手順が行なわれてアンカー・
エントリが参照すべきゾーンを決定する。ステツ
プ４８７及び４８８では、そのエントリをデー
タ・セツト・カウンタに含む（ステツプ４９０）
かどうかを決定する。要求が１つのゾーンだけを
指定し且つエントリのゾーンが入力ゾーンに一致
しない場合、そのエントリはカウンタに含まれな
い。

ステツプ４９２において次のアンカー・インデ
ツクス・エントリが位置指定される。これがアン
カーの終りでないことをステツプ４９３における
テストが示す場合、ステツプ４８７〜４９２に関
して述べた動作に従つて次のエントリが処理され
る。そうでない場合、データ・セツト・カウント
の累算が完了し、ステツプ４９５においてMAM
統計手順が行なわれた後ステツプ４９７で
DTOC照会手順が終了し、次の照会DTOC要求
が発生されるまで再開されない。

第９図に関連して述べたようなボリユームの一
例として、第１０図は記憶ボリユーム及び関連ア
ンカーのブロツク図を示す。記憶ボリユーム５０
０は４つのゾーン即ちゾーン１、５０２、ゾーン
２、５０４、ゾーン３、５０６、ゾーン４、５０
８を持つている。そのボリユームに記憶されるの
はデータ・セツトＡ５１０、データ・セツトＢ５
１１、データ・セツトＣ５１２、データ・セツト
Ｅ５１３、データ・セツトＦ５１４、データ・セ
ツトＧ５１５、データ・セツトＨ５１６、デー
タ・セツトＩ５１７及びデータ・セツトＪ５１８
である。データ・セツトＢ、Ｅ及びＨはすべて同
じデータ・セツト型のものであり。従つてそれら
はデイレクトリ１、５２０によつて参照される。
同様に、データ・セツトＣ及びＩはデイレクトリ
２、５２２によつて参照される。

そのボリユームには６つのデータ・セツト型が
表わされているのでアンカー５２５は６個のイン
デツクス・エントリ５２７〜５３２を持つてい
る。それらインデツクス・エントリはデータ・セ
ツト型の順次で位置指定されることに注意すべき
である。従つて、アンカーにおける位置とボリユ
ーム上のゾーンとの間には何の関連もない。

データ・セツト統計値がゾーン３、５０６のみ
に対して要求された場合、アンカー５２５におけ
るエントリのうち第９図のステツプ４８８におけ
るテストを通るものがないので、０のデータ・セ
ツト・カウントが戻されるであろう。一方、ゾー
ン２に対して統計値が要求された場合、アンカー
５２５のインデツクス・エントリ５２７及び５３
２がそのテストを通り、４つのデータ・セツト・
カウントが戻されるであろう。アンカー、媒体割
付けマツプ及びデイレクトリ・データ・セツトは
SAMの内部にあると考えられ、ボリユーム統計
値のためにはデータ・セツトとしてカウントされ
ないことに注意すべきである。

データ・セツト・カウントと同様に、合計のカ
ウント及び利用可能なセクタのカウントが特定の
ゾーンに対して又はすべてのゾーンに対して累算
されなければならない。媒体割付けマツプ
（MAM）統計値に関する本発明の論理動作が第
１１図の流れ図に示される。その手順は照会
MAM統計値ルーチン・ステツプ５５０で開始さ
れる。ステツプ５５１では、全セクタのカウント
及び利用可能なセクタのカウントが０に初期設定
される。ステツプ５５３において、すべてのゾー
ンが考慮されるべきか或いは１つの特定のゾーン
だけが考慮されるべきかを知るために入力がテス
トされる。１つのゾーンだけである場合、ステツ
プ５５４においてゾーン・カウントが１にセツト
される。そうでない場合、ステツプ５５６におい
てゾーン３１６の数がUCM媒体割付けマツプ・
バツフア３０６のボリユーム固定情報セクシヨン
３１０から取出され、そしてステツプ５５７にお
いて現在のゾーンが１にセツトされる。

ステツプ５５９において、現LSNがそのゾー
ンに対する初期LSNにセツトされ、ゾーンの処
理を開始させる。そこでセクタ・ステータスがス
テツプ５６１で取出される。ステツプ５６２にお
いてそのステータスが未割付けてある場合、ステ
ータス５３６で利用可能セクタのカウントがイン
クレメントされる。ステツプ５６５において全セ
クタ・カウント及び現ゾーンLSNがインクレメ
ントされる。ステツプ５６７におけるテストでそ
のゾーンがまだ終了していない場合、次のセクタ
がステツプ５６２〜５６５において処理される。
そのゾーンが完全に処理されてしまつた場合、ス
テツプ５６９でゾーン番号がインクレメントされ
そしてゾーン・カウントがデクレメントされる。

カウントされるべきゾーンがないことがステツ
プ５７０でわかつた場合、ステツプ５７２でその
手順は終了する。そうでない場合、次のゾーンが
処理される。

これまでの図面及び説明は、１つの記憶ボリユ
ーム上に複数のゾーンが存在する場合ワード・プ
ロセシング・システム１０における正規動作がど
のように進行するかを示したものである。しか
し、そのシステムが複数のゾーンを形成するため
の方法も必要である。複数ゾーンに対するSAM
動作はフオーマツト・ゾーン分割と呼ばれる。ワ
ード・プロセシング・システム１０では最後のゾ
ーンだけが分割される。

フオーマツト・ゾーン分割に関する本発明の論
理動作や第１２Ａ図の流れ図に示される。その手
順はフオーマツト・ゾーン分割ルーチン・ステツ
プ５７５でもつて開始される。ステツプ５７６に
おいて、MAMゾーン分割手順が行なわれ、分割
点が媒体割付けマツプ・ゾーン・データにおける
どこにあるかを決定する。分割点はSECB４００
（第７図）のゾーン終了論理セクタ４０９によつ
て決定される。MAMゾーン分割ルーチンは分割
されるゾーンに対するUCS３００内のゾーン可
変情報３１２のロケーシヨン、媒体割付けマツ
プ・データ・バツフア３１４における媒体マツ
プ・データのロケーシヨン、分割点に対するマツ
プ・データ内のオフセツト及び指定された新しい
ゾーンにおけるセクタの数を与える。

MAMデータ・ポインタ及び分割点オフセツト
を使つて、新しいMAMデータ・ヘツダーが
MAMデータにおける分割点にステツプ５７８で
挿入され、そしてステツプ５７９で旧マツプ・デ
ータの長さが調節されて、新しいゾーンにおける
割付けグループが最早旧ゾーンに属さないという
事実を反映させる。ステツプ５８１において現ゾ
ーン３２７に対する最大LSNが新ゾーンのため
のゾーン可変情報へ転送される。これは同じ全セ
クタ・カウントがなお存在するためであるが、旧
の高LSNは新ゾーンに対する高いLSNとなる。
新ゾーンにおけるセクタ・カウントから、新ゾー
ンに対するゾーン最小LSN３２６及び現ゾーン
に対するその結果のゾーン最大LSNがステツプ
５８２で計算され記憶される。

キーストローク・サービス・ルーチンがそのボ
リユームに関するアンカー更新パフオーマンスを
管理するのを可能にするために、アンカーを現在
の位置に残すか或いはそれを新しいゾーンへ移動
させるかのオプシヨンが与えられる。ステツプ５
８４の結果アンカーが移動されるべき場合、ステ
ツプ５８５で割付け手順が行なわれてそのアンカ
ーのためのセクタを新ゾーン内に割付け、ステツ
プ５８６で他のゾーンにおける現在のアンカー割
付けが解放される。

新ゾーンに対する媒体割付けマツプはステツプ
５８８における割付け手順を遂行することによつ
て割付けられる。ステツプ５９０において新しい
媒体割付けマツプに対する新しいインデツクス・
エントリがアンカーに挿入され、媒体割付けマツ
プ及びアンカーが記憶ボリユームの指定された論
理セクタに書込まれる。最後にその手順はステツ
プ５９４で終了し、フオーマツト・ゾーン分割に
対する次の要求が受取られるまで再開されない。

MAMゾーン分割に関する本発明の論理動作が
第１２Ｂ図の流れ図に示される。その手順は
MAMゾーン分割ルーチン・ステツプ６００で開
始される。ステツプ６０１においてゾーン終了
LSNが取出されそしてそれはステツプ６０２に
おいてゾーン位置指定手順に使用されて適正ゾー
ンを位置指定する。

次に、論理セクタ番号及び媒体割付けマツプ・
データにおける次の割付けグループ・マツプの開
始点に対応するロケーシヨンがステツプ６０４及
び６０５において見つけられる。この情報及びゾ
ーン可変情報３１２におけるゾーン最大LSN３
２７から新しいゾーンにおけるセクタの数がステ
ツプ６０７において計算される。ステツプ６０８
においてゾーンMAMデータにおける新ゾーンの
ための第１割付けグループの開始点に対するオフ
セツトを得た後その手順はステツプ６１０で終了
し、MAMゾーン分割に対する次の要求が検出さ
れるまで再開されない。

第１２Ｂ図及び第１２Ｃ図は上記のゾーン分割
手順を示すブロツク図である。MAMデータ６２
０は８個の割付けグループAG１〜AG８より成
る。ヘツダー長６２２はMAMデータ６２０の長
さ合計を含んでいる。ゾーン可変情報領域６２８
は現在のゾーンを記述する。シリンダ（割付けグ
ループ）当り16個のセクタがあると仮定すると、
ゾーン最小LSN６３２は０であり、ゾーン最大
LSN６３３は127である。ゾーン・マツプ割付け
LSN６３４はそのゾーン内に割付けられる現ゾ
ーンMAMデータを示す。

更に、現ゾーンが論理セクタ番号７３を含むそ
のシステムの末端で分割されるべきことをキース
トローク・サービス・ルーチン３４が決定したと
仮定する。論理セクタ７３に対する割付けデータ
は割付けグループ５、６２４にある。従つて、割
付けグループ６、６２６は新しいゾーン内にある
べき第１割付けグループである。

ゾーン分割動作の結果生ずる状態が第１２Ｄ図
にブロツク図で示される。MAMデータ６２０は
MAMデータ１、６３８及びMAMデータ２、６
３９に分割されている。MAMデータ１に関する
長さ６４０は第１の５割付けグループだけを含む
ように変更されている。ヘツダー６４２は割付け
グループ６、６２６の前に挿入されている。
MAMデータ２、６３９の長さ６４４は第２の３
割付けグループの長さとヘツダー自身の長さとの
和にセツトされる。

ゾーン可変情報では、ゾーン１可変情報６２８
が更新された結果、ゾーン１最大LSN６４８は
割付けグループ５、６２４における最後のセクタ
のLSNを持つている。ゾーン２可変情報６４６
が初期設定された結果、ゾーン最小LSN６５０
は割付けグループ６、６２６における第１セクタ
のLSNに等しくなつている。ゾーン最LSN６５
２は割付けグループ８、６２７における最終セク
タのLSNに等しくなつている。ゾーン２マツプ
割付けLSN６５３はゾーン２に対するMAMデー
タ２、６３９がそのゾーンにおける第１の利用可
能セクタに記憶されたことを表わしている。

ゾーン回復に関する本発明の論理動作が第１３
図の流れ図で示される。その手順はゾーン回復ル
ーチン・ステツプ６７５で開始される。ステツプ
６７６において、アンカーにおける第１インデツ
クス・エントリが初期設定として位置指定され
る。ステツプ６７８において現在のインデツク
ス・エントリが回復を受けるべきデータ・セツト
であることがわかつた場合、ステツプ６８０でル
ート・ノード論理セクタ番号が取出され、そして
ステツプ６８１においてゾーン位置指定手順が行
なわれてそのデータ・セツトのゾーンを決定す
る。ステツプ６８３において、そのゾーンが所望
のゾーンと一致する場合、ワード・プロセシン
グ・システム１０用のデータ・セツト回復メソツ
ドを使つてデータ・セツトが回復される。アンカ
ー及び媒体割付けマツプはアンカー内にインデツ
クス・エントリを持つが、これらの項目はステツ
プ６８５における標準のデータ・セツト回復動作
を使つては回復されない。そのアンカーの場合、
ゾーン回復手順が回復動作である。

そのアンカーにおけるデータ・セツト・インデ
ツクス・エントリを処理した後、ステツプ６７８
において次のアンカー・インデツクス・エントリ
が位置指定される。アンカーの終りがステツプ６
９８において検出されてない場合、次のエントリ
は前述のように処理される。それが検出された場
合、その手順はステツプ６９１で終了し、ゾーン
回復に対する次の要求が発生されるまで生じな
い。

要約すると、本発明は１つの記憶ボリユームを
ゾーンと呼ばれる論理的に独立した複数の部分に
分割し、それらゾーンを相互に論理的に独立して
保持するようその後の媒体割付けを管理し、ボリ
ユーム全体又は１つのゾーンを基準にしてボリユ
ーム情報及び統計値を与え、そしてパフオーマン
スを改善するためにボリユーム回復の範囲を単一
のゾーンに制限するための方法及び装置である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施するワード・プロセシン
グ・システムのブロツク図、第２図は第１図に示
されたプロセツサのブロツク図、第３Ａ図は
DASDにおけるドキユメント内のテキストの構成
を示すブロツク図、第３Ｂ図は第３Ａ図のドキユ
メント・インデツクスの一例を示す図、第３Ｃ図
は第３Ｂ図のルート／リーフ・ノードの一例を示
す図、第３Ｄ図は第３Ｃ図のリーフ・ノード・イ
ンデツクス構成要素の詳細を示す図、第４図はボ
リユームとデータ・セツトとの関係を示すブロツ
ク図、第５Ａ図は第１図のSAM内部制御ブロツ
クにおけるユニツト制御ブロツクの構成を示す
図、第５Ｂ図は第５Ａ図の媒体割付けマツプ・バ
ツフアの構成を示す図、第５Ｃ図は第５Ｂ図の媒
体割付けマツプ・データの詳細を示す図、第６Ａ
図及び第６Ｂ図は媒体割付けマツプからスペース
を割付ける動作ステツプの流れ図、第７図は第１
図のSAMインターフエース制御ブロツクにおけ
る記憶事象制御ブロツクの構成を示す図、第８Ａ
図及び第８Ｂ図はデータ・セツトをオープン及び
クローズする動作ステツプの流れ図、第９図はデ
ータ・セツト統計値を照会する動作ステツプの流
れ図、第１０図は４つのゾーン及び多数のデー
タ・セツトを含む記憶ボリユームの一例を示すブ
ロツク図、第１１図は媒体割付けマツプ統計値を
コンパイルする動作ステツプの流れ図、第１２Ａ
図及び第１２Ｂ図はゾーンを分割して新しいゾー
ンのフオーマツトを作る動作ステツプの流れ図、
第１２Ｃ図及び第１２Ｄ図はゾーン分割手順を示
すブロツク図、第１３図はゾーンを回復する動作
ステツプの流れ図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ テキスト・データ・セツトが直接アクセス記
   憶装置（DASD）上に記憶され、該テキスト・デ
   ータが更新のため選択可能であるようなワード・
   プロセツシング・システムにおいて、アクセス処
   理の前に回復を必要とするような、記憶ボリユー
   ム上のデータ・セツト及びボリユーム・インデツ
   クスのエラーを検出するための方法にいおいて、 (a) 媒体割付けマツプ・ゾーン・データ中の分割
   点を決定するために、該媒体割付けマツプ・ゾ
   ーンを分割する段階と、 (b) 新しいゾーン媒体割付けマツプを作成するた
   めに、上記分割点に、新しいゾーン媒体割付け
   マツプ・データ・ヘツダーを挿入する段階と、 (c) 上記媒体割付けマツプ・データの長さを更新
   する段階と、 (d) 上記新しいゾーン媒体割付けマツプのゾーン
   可変情報に、上記新しいゾーン媒体割付けマツ
   プの最大論理セクタ番号を転送する段階と、 (e) 以前のゾーンの最大論理セクタ番号と、上記
   新しいゾーンの最小論理セクタ番号を計算し記
   憶する段階と、 (f) 上記新しいゾーン中に、媒体割付けマツプの
   ためのセクタを割付ける段階と、 (g) 上記新しいゾーン中に、上記新しい媒体割付
   けマツプのための新しいインデツクス・エント
   リを挿入する段階と、 (h) 上記媒体割付けマツプを、上記割付けられた
   論理セクタにおいて、上記記憶ボリユームに書
   き込む段階と、 （ｉ） 読取／書込アクセスのため上記複数のゾ
   ーンのうちの１つのゾーン上でデータ・セツト
   をオープンする段階と、 （ｊ） 上記複数のゾーンのうちの上記１つのゾ
   ーン上で上記データ・セツトをクローズする段
   階と、 (K) 上記複数のゾーンをそれぞれ独立の記憶ボリ
   ユームとして扱うことによつて、上記複数のゾ
   ーンの各々を回復する段階を有する、 ワード・プロセツシング・システムにおけるデ
   ータ・セツトのボリユーム回復方法。