JPH03201147A - 直接編成サイクリックファイルのデータブロック管理方法及びデータブロック管理装置 - 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】 〔概　要〕 データブロックをサイクリックに書き込み、常に先行す
る一定期間内のデータブロックをコントロールブロック
で管理する形態を有する直接＆Ｉ戒サイクリックファイ
ルのデータブロック管理方法に関し。

データブロックの書き込みの後コントロールブロックを
更新する前に？ステムダウンが発生しても最旧データブ
ロックの指示誤りを生じないようにすることを目的とし
。

書き込み可能なデータブロック領域の総数をＮとして、
書き込みを行ったデータブロックの総数がＮ−１個に達
した後は、データブロックの書き込み終了後に、当該デ
ータブロックの番号を最新データブロック番号とし、そ
の最新データブロック番号に１を加えた値についてデー
タブロック領域総数を法として求めた剰余に１を加えた
値を最旧データブロック番号として、コントロールブロ
ックを更新するようＩＩＴｆｉ、シた。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、テレメトリ−データや障害発生時の診断、復
旧に用いられるロギングデータのように。

データブロックをサイクリックに書き込み、常に先行す
る一定期間内のデータブロックをコントロールブロック
で管理する形態を有する直接ｍ威すイクリックファイル
のデータブロック管理方法に関する。

データロギングを行う場合、データがファイル容量−杯
になると古いデータから棄却され、新たなデータが格納
される必要がある。これがサイクリックファイルの必要
性の原点であるが、このような形式のファイルの場合、
最新データブロック。

最旧データブロック、および総ブロック数等を管理する
ブロック（コントロールブロックという）が必要となる
。

本発明は、サイクリックファイル内の有効なデータブロ
ックとそれを管理するコントロールブロックの内容とを
いつの時点でも一致させるための管理方法を提供する。

〔従来の技術〕

従来のサイクリックファイルの管理方法を第４図により
説明する。ファイルのコントロールブロックは、最新デ
ータブロック番号、最旧データブロック番号、ブロック
領域総数を管理する。１ｆｆｉ（ａ）に示すように使用
開始から最終ブロックにデータを書き込むまで、最旧デ
ータブロック番号は常に１である。最新データブロック
番号については。

新たにデータブロックの書き込みが正常に終了した時点
でそのブロックの番号（Ｊ）が最新データブロック番号
として更新される。しかし最終ブロック（Ｎ）にデータ
を書き込んだ後は９図（ロ）に示すように最も古いデー
タブロックのブロック領域から順に用いて新しいデータ
ブロックが上書きされる。この時コントロールブロック
には、サイクリックファイルの特性から 最旧データブロック番号＝ｍｏｄ（Ｊ１新データブロッ
ク番号、ブロック領域総数）＋１ という関係で、最旧と最新のデータブロック番号が設定
される。すなわち最新データブロック番号と最旧データ
ブロック番号とは、１からＮまでの値の範囲で互いに１
ずつずれた状態で循環的に更新されてゆく。

でに、データブロックとコントロールブロックの２つの
ブロックが書かれなければならない、ここで大きな問題
が発生する。それは第４図（ロ）の状態でデータブロッ
クの書き込みが正常に終了し、コントロールブロックを
更新する前にシステムダウンが起こると、復旧時にコン
トロールブロックが指している最旧データブロックが、
実は第４図Ｏのデータブロック番号４に示すように最新
データブロックに書き変わっているという矛盾が発生し
。

ロギングデータなどの整時性が必要なデータの特質が失
われることである。

本発明は、データブロックの書き込みの後コントロール
ブロックを更新する前にシステムダウンが発生しても最
旧データブロックの指示誤りを生じないようにすること
を目的としている。

〔発明が解決しようとする！！ｔ！題〕ファイルにコン
トロールブロックを持たせることは避けることができな
いことであるが、そのために、１つのデータ書き込みが
正常に完了するま〔課題を解決するための手段〕 本発明は、最新データブロックとサイクリックな順方向
での最旧データブロックとの間の距離を２ブロック以上
にして、データブロックの書き込み後にシステムダウン
してコントロールブロックの更新ができなかった場合で
も、最旧データブロックに最新データブロックが重なら
ないようにして、最旧データブロックの指示誤りを生じ
ないようにしている。

第１図は１本発明の原理説明図である。

図（ａ）、　（ｂ）において。

ｌは、直接編成サイクリックファイルである。

２は、コントロールブロックである。

３は、データブロックが書き込まれるＮ個（Ｎ〉２）の
データブロック領域である。

４は、コントロールブロック２を用いてデータブロック
の書き込み、読み出し処理を行うファイル管理プログラ
ムである。

図（ａ）は、ファイルの初期化後、最初のデータブロッ
ク領域（番号１）からデータブロックの書き込みを開始
し、ｌｌ終のデータブロック領域（番号Ｎ）の１つ前の
データブロック領域（番号Ｎ−１）に書き込みを行うま
での間のコントロールブロックの内容を示す、この例の
場合、最旧データブロック番号は１．１１新デ一タブロ
ツク番号はＪ（ｌ≦Ｊ≦Ｎ−１）、データブロック領域
総数はＮである。データブロック書き込み後コントロー
ルブロックの最新データブロック番号Ｊのみが更新され
る。

図（ロ）は、書き込みを行ったデータブロック数がＮ−
１個に達した時点以降におけるコントロールブロックの
内容例を示す、この例の場合、ａ新データブロック番号
は２．最旧データブロック番号は４．データブロック領
域総数はＮである。一般に最旧データブロック番号は、
最新データブロック番号に１を加えた値について、デー
タブロック領域総数Ｎを法（ｓｏｄ）として剰余を求め
、その剰余に１を加えた値として得られる。

〔作　用〕

本発明の方法によれば、サイクリックなデータブロック
のファイル書き込みが行われている状態では最新データ
ブロック位置と最旧データブロック位置との間にはｌブ
ロックのゆとりがあるため。

データブロックの書き込み後にシステムダウンが発生し
てコントロールブロックの更新が行われなくとも、コン
トロールブロックの管理データとファイルのデータブロ
ックとの間に矛盾を生じることはない、しかし、このｌ
ブロックのゆとりのため、書き込まれているＮ個のデー
タブロックのうち使用できるデータブロックはＮ−１個
となる。

第２図は書き込み済データブロックとコントロールブロ
ックの更新内容との推移を示したものである０図（ａ）
のように書き込み通番の１回からＮ−１回までのデータ
ブロック書き込みでは、コントロールブロックの最旧デ
ータブロック番号は１を示し９図（ハ）のＮ回目のデー
タブロック書き込みでは、最旧データブロック番号は２
となる。

Ｎ＋１回目以降のデータブロック書き込みでは。

図（Ｃ）の最新データブロック番号１および最旧データ
ブロック番号３の状態からそれぞれ平行して。

Ｎを法として＋１ずつ更新される。

ここでたとえば図（Ｃ）において１次のデータブロック
２を書き込んだ後システムダウンが発生すると、最新デ
ータブロック番号は１．最旧データブロック番号は３で
あるからデータブロック２を書き込む前のＮ８１個の時
系列データブロック３゜４．５．・・・、Ｎ−１，Ｎ、
ｌを矛盾なく読み出すことができる。

〔実施例〕

第３図は８本発明による直接＆Ｉｔｃサイクリックファ
イルのデータブロック管理方法を実現するファイル管理
プログラムの実施例フローである。

この実施例では、データブロックを格納可能なデータブ
ロック領域総数をＮ、最旧データブロック番号をＢ、、
最新データブロック番号をＢ、でで表す、たとえばＮの
値は６７５０であり、Ｂ。

、ＢＮは１〜６７５０の値をとる。

処理は次のように行われる。

■　ファイルからメモリにコントロールブロックを読み
込む。

■　ファイルに書き込むべき入力データをメモリに読み
込む。

■　データブロックを編集し、そのデータブロックを−
ｏｄ（Ｂ工＋１．Ｎ）の位置のデータブロック領域に書
き出す。

■　書き込みが正常終了すれば■のステップを実行し、
異常終了すれば［相］のステップを実行する。

■　Ｂ、＝１で、ＢＮ＋１≦Ｎ−１であれば■のステッ
プを実行し、否ならば■のステップを実行する。

■　Ｎ−１フ゛ロツク目までについて、　Ｂ、　＝ｌ。

ＢＮ＝Ｂ、　＋ｌとするコントロールブロックを編集す
る。

■　Ｎブロック目以降について、　ＢＮ　＝ｍｏｄ（Ｂ
Ｈ。

Ｎ）＋１を求め、さらにその結果のＢ、を用いてＢｅ　
＝ｓｏｄ（ＢＨ＋　ｌ　、　Ｎ）　＋　１を求め、コン
トロールブロックを編集する。

■　上記■、■で編集したコントロールブロックをファ
イルに書き出す。

■　書き込みが正常終了すれば■のステップへ戻って処
理を繰り返し、異常終了すれば［相］のステップを実行
する。

［相］　上記■、■での異常終了に対応してエラー処理
を行う。

〔発明の効果） 以上説明したように１本発明によれば、データブロック
書き込み後、コントロールブロックを更新する前にシス
テムダウン等の事故が発生しても。

コントロールブロックが指す最旧データブロックから最
新データブロックまで順次読み込む際、新旧の逆戻りと
いった不都合は発生しない、つまり。

どの時点でシステムダウンを起こしても、コントロール
ブロックをマニュアルで書き替えることなく、コントロ
ールブロックをキーにしてデータを読み込むことができ
る。

またデータ保全に関しては、従来完成されたソフトウェ
アが種々提供されているが９本発明はこのようなソフト
ウェアを利用した場合にくらべて。

インストールなどの手間が省ける他、小さなシステムで
も容易に使用できる利点がある。また、システムダウン
後のリカバリに要する時間もかなり少なくて済み、しか
もその操作手順は簡便である。

さらに、ファイルが複数システムからの共有になってい
る場合、書き込み系がシステムダウンしていても、リカ
バリ処理なしで他系から問題なく読み込みが行えるとい
う利点も有する。

従って１本発明はテレメトリデータに代表されるように
、リアルタイム性やデータの変化傾向を重視するような
データを累積するファイルについて、特に優れた効果を
発揮する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図、第２図は本発明の作用説
明図、第３図は本発明によるファイル管理プログラムの
実施例フロー図、第４図は従来のサイクリックファイル
の管理方法の説明図である。 第１図中。 １：直接＆Ｉ威サイクリックファイル。 ２：コントロールブロック。 ３：データブロック領域。 参窮叩め屑、ｙｔａ明図 ＄　１　因

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. Ｎを２以上の数として、データブロックの書き込み可能
   なＮ個のデータブロック領域をシーケンシャルにかつサ
   イクリックに用いて任意個数のデータブロックを格納し
   、最旧データブロック番号と、最新データブロック番号
   と、データブロック領域総数とを、コントロールブロッ
   クにより管理する直接編成サイクリックファイルにおい
   て、ファイルの初期化後データブロックの書き込みを開
   始し、書き込みを行ったデータブロックの個数がＮ−１
   個に達するまではデータブロックの書き込み終了後に、
   当該データブロックの番号を最新データブロック番号と
   しそして１番目のデータブロックの番号を最旧データブ
   ロック番号としてコントロールブロックを更新し、書き
   込みを行ったデータブロックの総数がＮ−１個に達した
   後は、データブロックの書き込み終了後に、当該データ
   ブロックの番号を最新データブロック番号とし、その最
   新データブロック番号に１を加えた値についてデータブ
   ロック領域総数を法として求めた剰余に１を加えた値を
   最旧データブロック番号として、コントロールブロック
   を更新することを特徴とする直接編成サイクリックファ
   イルのデータブロック管理方法。