JPH0520154A - ブロツク管理方式 - Google Patents
ブロツク管理方式Info
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- JPH0520154A JPH0520154A JP3199938A JP19993891A JPH0520154A JP H0520154 A JPH0520154 A JP H0520154A JP 3199938 A JP3199938 A JP 3199938A JP 19993891 A JP19993891 A JP 19993891A JP H0520154 A JPH0520154 A JP H0520154A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- block
- address
- file
- blocks
- data
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ファイルに対するアクセス速度を高速化す
る。 【構成】 ファイルシステムのブロック管理手段は、フ
ァイルに割り当てたデータブロックのアドレスを管理す
る階層構造のアドレスブロック群を完全対称な木構造と
して構成し、データブロックおよびアドレスブロックの
各階層における最若ブロックｂ０，ｂ１，ｂ２，ｂ３の
アドレスをファイル制御テーブルに格納しておく。そし
て、データブロックを検索する際には、ファイル制御テ
ーブルの最若ブロックｂ１，ｂ２，ｂ３のアドレスから
完全対称な木構造のアドレスブロック群のアドレスブロ
ックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。
る。 【構成】 ファイルシステムのブロック管理手段は、フ
ァイルに割り当てたデータブロックのアドレスを管理す
る階層構造のアドレスブロック群を完全対称な木構造と
して構成し、データブロックおよびアドレスブロックの
各階層における最若ブロックｂ０，ｂ１，ｂ２，ｂ３の
アドレスをファイル制御テーブルに格納しておく。そし
て、データブロックを検索する際には、ファイル制御テ
ーブルの最若ブロックｂ１，ｂ２，ｂ３のアドレスから
完全対称な木構造のアドレスブロック群のアドレスブロ
ックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はブロック管理方式に関
し、特に、磁気ディスク装置の如きダイレクトアクセス
可能な記憶装置を固定長のブロックに分割し、これらの
ブロックをプール管理して任意のファイルの記憶領域と
して利用するファイルシステムにおけるブロック管理方
式に関するものである。
し、特に、磁気ディスク装置の如きダイレクトアクセス
可能な記憶装置を固定長のブロックに分割し、これらの
ブロックをプール管理して任意のファイルの記憶領域と
して利用するファイルシステムにおけるブロック管理方
式に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】この種のファイルシステムとしては、Ｕ
ＮＩＸのファイルシステムが有名であり、以下に示すブ
ロック管理方式が一般に採用されている。
ＮＩＸのファイルシステムが有名であり、以下に示すブ
ロック管理方式が一般に採用されている。
【０００３】ファイルに割り当てられたデータブロッ
クのアドレスを直接に指すブロック番号エントリが一定
個数、アドレスブロックとは別枠でファイル制御テーブ
ルに格納されており、アドレスを管理する部分が完全な
木構造となっていない。すなわち、ファイルのデータが
例えば１０個以下のデータブロックに納まる時にはファ
イル制御テーブル内のブロック番号エントリによってそ
れらのデータブロックを直接に指し、１０個を越える場
合には階層構造のアドレスブロックによるポインタで多
数のデータブロックをそれぞれ指すようにしており、デ
ータブロックの数によりデータブロックの管理方法が異
なる。
クのアドレスを直接に指すブロック番号エントリが一定
個数、アドレスブロックとは別枠でファイル制御テーブ
ルに格納されており、アドレスを管理する部分が完全な
木構造となっていない。すなわち、ファイルのデータが
例えば１０個以下のデータブロックに納まる時にはファ
イル制御テーブル内のブロック番号エントリによってそ
れらのデータブロックを直接に指し、１０個を越える場
合には階層構造のアドレスブロックによるポインタで多
数のデータブロックをそれぞれ指すようにしており、デ
ータブロックの数によりデータブロックの管理方法が異
なる。
【０００４】ファイルサイズに関係なく、ファイル制
御テーブルとファイルデータとが別のブロックに格納さ
れる。
御テーブルとファイルデータとが別のブロックに格納さ
れる。
【０００５】ファイルサイズに関係なく、常にブロッ
ク単位で記憶領域を割り当てる。
ク単位で記憶領域を割り当てる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】従来のファイルシステ
ムにおけるブロック管理方式は上述したようにして行わ
れていたものであったため、それぞれの点に起因して次
のような欠点があった。
ムにおけるブロック管理方式は上述したようにして行わ
れていたものであったため、それぞれの点に起因して次
のような欠点があった。
【０００７】データブロックのアドレスを管理する部
分が完全な木構造となっていないため、ファイルアドレ
スから格納ブロックを検索する処理が複雑となり、オー
バーヘッドのためにアクセスを高速化できない。
分が完全な木構造となっていないため、ファイルアドレ
スから格納ブロックを検索する処理が複雑となり、オー
バーヘッドのためにアクセスを高速化できない。
【０００８】ファイル制御テーブルとファイルデータ
とが別のブロックに格納されるため、ファイルサイズが
小さいファイルの場合でもデータブロックにアクセスす
るための入出力（Ｉ／Ｏ）を、ファイル制御テーブルの
入出力とは別に行う必要があり、この点でもアクセスを
高速化できない。特に、小さいファイルサイズのファイ
ルの占める割合が高い場合には問題となる。
とが別のブロックに格納されるため、ファイルサイズが
小さいファイルの場合でもデータブロックにアクセスす
るための入出力（Ｉ／Ｏ）を、ファイル制御テーブルの
入出力とは別に行う必要があり、この点でもアクセスを
高速化できない。特に、小さいファイルサイズのファイ
ルの占める割合が高い場合には問題となる。
【０００９】ファイルサイズに関係なくブロック単位
で記憶領域を割り当てるため、大きなファイルに対して
割り当てられたデータブロックはアドレス（ブロック番
号）が飛び飛びになることが多く、そのため、そのよう
なファイルに対してユーザプログラムから大きな単位の
入出力が行われると、ダイレクトアクセス可能な記憶装
置に対しシーク動作が多数発行されることとなり、アク
セス速度が低下する。
で記憶領域を割り当てるため、大きなファイルに対して
割り当てられたデータブロックはアドレス（ブロック番
号）が飛び飛びになることが多く、そのため、そのよう
なファイルに対してユーザプログラムから大きな単位の
入出力が行われると、ダイレクトアクセス可能な記憶装
置に対しシーク動作が多数発行されることとなり、アク
セス速度が低下する。
【００１０】本発明は上記の点に鑑み提案されたもので
あり、ファイルに対するアクセス速度を高速化すること
を目的としており、特に、上記のの欠点を解消するも
のである。
あり、ファイルに対するアクセス速度を高速化すること
を目的としており、特に、上記のの欠点を解消するも
のである。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明は上記の目的を達
成するため、ダイレクトアクセス可能な記憶装置を固定
長ブロックに分割し、これらのブロックをプール管理し
て任意のファイルの記憶領域として利用するファイルシ
ステムにおいて、ファイルに割り当てたデータブロック
のアドレスを複数保持する最下位のアドレスブロック
と、最下位の複数のアドレスブロックのアドレスを保持
する上位のアドレスブロックと、更にそれらの上位に同
様に繰り返されるアドレスブロックとから構成される階
層構造のアドレスブロック群を、完全対称な木構造とし
て構成し、データブロックおよびアドレスブロックの各
階層における最若ブロックのアドレスをファイル制御テ
ーブルに格納するようにしている。
成するため、ダイレクトアクセス可能な記憶装置を固定
長ブロックに分割し、これらのブロックをプール管理し
て任意のファイルの記憶領域として利用するファイルシ
ステムにおいて、ファイルに割り当てたデータブロック
のアドレスを複数保持する最下位のアドレスブロック
と、最下位の複数のアドレスブロックのアドレスを保持
する上位のアドレスブロックと、更にそれらの上位に同
様に繰り返されるアドレスブロックとから構成される階
層構造のアドレスブロック群を、完全対称な木構造とし
て構成し、データブロックおよびアドレスブロックの各
階層における最若ブロックのアドレスをファイル制御テ
ーブルに格納するようにしている。
【００１２】
【作用】本発明のブロック管理方式にあっては、ファイ
ルに割り当てたデータブロックのアドレスを管理する階
層構造のアドレスブロック群を、完全対称な木構造とし
て構成し、データブロックおよびアドレスブロックの各
階層における最若ブロックのアドレスをファイル制御テ
ーブルに格納しておく。
ルに割り当てたデータブロックのアドレスを管理する階
層構造のアドレスブロック群を、完全対称な木構造とし
て構成し、データブロックおよびアドレスブロックの各
階層における最若ブロックのアドレスをファイル制御テ
ーブルに格納しておく。
【００１３】そして、データブロックを検索する際に
は、ファイル制御テーブルの最若ブロックのアドレスか
ら完全対称な木構造のアドレスブロック群のアドレスブ
ロックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。
は、ファイル制御テーブルの最若ブロックのアドレスか
ら完全対称な木構造のアドレスブロック群のアドレスブ
ロックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。
【００１４】
【実施例】以下、本発明の実施例につき図面を参照して
説明する。
説明する。
【００１５】図１は本発明のブロック管理方式を適用し
たファイルシステムの一実施例を示す構成図である。
たファイルシステムの一実施例を示す構成図である。
【００１６】図１において、ファイルシステム１は、フ
ァイルのブロックを管理するブロック管理手段２と、磁
気ディスク装置の如きダイレクトアクセス可能な記憶装
置３とから構成されている。なお、記憶装置３の記憶領
域は、固定長（一般には２のべき乗数）のブロックに分
割されている。
ァイルのブロックを管理するブロック管理手段２と、磁
気ディスク装置の如きダイレクトアクセス可能な記憶装
置３とから構成されている。なお、記憶装置３の記憶領
域は、固定長（一般には２のべき乗数）のブロックに分
割されている。
【００１７】図２はファイルに割り当てられたデータブ
ロックと、そのアドレスを管理するアドレスブロック群
と、ファイルに関する情報を管理するファイル制御テー
ブルの格納されるファイル制御ブロックとの関係を示す
ものである。なお、各矩形はブロックを示すが、実際に
格納する際には、アクセス速度を少しでも速めるため、
後述するように、種々の変形が加えられる。
ロックと、そのアドレスを管理するアドレスブロック群
と、ファイルに関する情報を管理するファイル制御テー
ブルの格納されるファイル制御ブロックとの関係を示す
ものである。なお、各矩形はブロックを示すが、実際に
格納する際には、アクセス速度を少しでも速めるため、
後述するように、種々の変形が加えられる。
【００１８】図２において、アドレスブロック群を構成
する各アドレスブロックは、一般的に図３に示すような
構成をしており、ｅ個のエントリを有し、それぞれにデ
ータブロックアドレスを保持できるようになっている。
データブロックアドレスには直下の階層のブロック（デ
ータブロック，アドレスブロック）のアドレスが格納さ
れる。
する各アドレスブロックは、一般的に図３に示すような
構成をしており、ｅ個のエントリを有し、それぞれにデ
ータブロックアドレスを保持できるようになっている。
データブロックアドレスには直下の階層のブロック（デ
ータブロック，アドレスブロック）のアドレスが格納さ
れる。
【００１９】図２において、アドレスブロック群は、フ
ァイルに割り当てたデータブロックのアドレスを複数保
持する第１層（最下位）のアドレスブロックと、第１層
の複数のアドレスブロックのアドレスを保持する第２層
（中位）のアドレスブロックと、第２層の複数のアドレ
スブロックのアドレスを保持する第３層（最上位）のア
ドレスブロックとから構成され、完全対称な木構造とし
て構成されるものである。ここで、完全対称というの
は、最上位のアドレスブロックｂ３を頂点として、デー
タブロックまで対称形の木構造をしているということで
ある。なお、この例では３階層としているが、これに限
られないことは言うまでもない。
ァイルに割り当てたデータブロックのアドレスを複数保
持する第１層（最下位）のアドレスブロックと、第１層
の複数のアドレスブロックのアドレスを保持する第２層
（中位）のアドレスブロックと、第２層の複数のアドレ
スブロックのアドレスを保持する第３層（最上位）のア
ドレスブロックとから構成され、完全対称な木構造とし
て構成されるものである。ここで、完全対称というの
は、最上位のアドレスブロックｂ３を頂点として、デー
タブロックまで対称形の木構造をしているということで
ある。なお、この例では３階層としているが、これに限
られないことは言うまでもない。
【００２０】また、ファイル制御ブロックｂｆに格納さ
れるファイル制御テーブルは、図４に示すような構成を
しており、データブロックおよびアドレスブロック群
（図２参照）の各階層における最若ブロックｂ０，ｂ
１，ｂ２，ｂ３のアドレスを保持している。なお、ファ
イル制御テーブルにデータブロックおよびアドレスブロ
ック群の各階層における最若ブロックのアドレスを格納
しておくのは、ファイルは先頭から使用されることが多
いため、下位のアドレスほどブロックを辿る回数を減ら
して少しでも速くアクセスできるようにするためであ
る。また、ファイル制御テーブルには他にもファイルに
関する情報が含まれている。
れるファイル制御テーブルは、図４に示すような構成を
しており、データブロックおよびアドレスブロック群
（図２参照）の各階層における最若ブロックｂ０，ｂ
１，ｂ２，ｂ３のアドレスを保持している。なお、ファ
イル制御テーブルにデータブロックおよびアドレスブロ
ック群の各階層における最若ブロックのアドレスを格納
しておくのは、ファイルは先頭から使用されることが多
いため、下位のアドレスほどブロックを辿る回数を減ら
して少しでも速くアクセスできるようにするためであ
る。また、ファイル制御テーブルには他にもファイルに
関する情報が含まれている。
【００２１】動作にあたって、新たなファイルを生成す
る場合、ブロック管理手段２（図１参照）は、そのファ
イルに対応するファイル制御テーブルを作成すると共
に、そのファイルのデータを格納するためのデータブロ
ックを記憶装置３から割り当て、割り当てたデータブロ
ックのアドレスをアドレスブロックに設定し、データブ
ロックおよびアドレスブロック群の各階層における最若
ブロックｂ０，ｂ１，ｂ２，ｂ３のアドレスをファイル
制御テーブルに格納する。
る場合、ブロック管理手段２（図１参照）は、そのファ
イルに対応するファイル制御テーブルを作成すると共
に、そのファイルのデータを格納するためのデータブロ
ックを記憶装置３から割り当て、割り当てたデータブロ
ックのアドレスをアドレスブロックに設定し、データブ
ロックおよびアドレスブロック群の各階層における最若
ブロックｂ０，ｂ１，ｂ２，ｂ３のアドレスをファイル
制御テーブルに格納する。
【００２２】ファイルのデータブロックを検索する際に
は、ファイル制御テーブルの最若ブロックｂ１，ｂ２，
ｂ３のアドレスからアドレスブロック群のアドレスブロ
ックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。ま
た、ファイルの先頭には最若ブロックｂ０のアドレスか
ら直接にアクセスができる。
は、ファイル制御テーブルの最若ブロックｂ１，ｂ２，
ｂ３のアドレスからアドレスブロック群のアドレスブロ
ックを辿り、目的のデータブロックにアクセスする。ま
た、ファイルの先頭には最若ブロックｂ０のアドレスか
ら直接にアクセスができる。
【００２３】この際、アドレスブロック群は完全対称な
木構造であるため、検索する処理を単純化することがで
き、オーバーヘッドの減少によりアクセスの高速化を達
成することができる。
木構造であるため、検索する処理を単純化することがで
き、オーバーヘッドの減少によりアクセスの高速化を達
成することができる。
【００２４】次に、図５はファイルデータへのアクセス
速度をより高速化するための方式を示したものであり、
ファイルサイズが固定長ブロックの半分以下である場合
にスモールサイズモードという形式で格納するものであ
る。なお、ファイルサイズが固定長ブロックの半分を越
える場合は、後述するラージサイズモードという形式で
格納する。モードの選択および処理はブロック管理手段
２（図１参照）によって行われる。
速度をより高速化するための方式を示したものであり、
ファイルサイズが固定長ブロックの半分以下である場合
にスモールサイズモードという形式で格納するものであ
る。なお、ファイルサイズが固定長ブロックの半分を越
える場合は、後述するラージサイズモードという形式で
格納する。モードの選択および処理はブロック管理手段
２（図１参照）によって行われる。
【００２５】すなわち、ファイル制御テーブルのサイズ
については、モードにかかわらず固定長ブロックの半分
と定めておく。
については、モードにかかわらず固定長ブロックの半分
と定めておく。
【００２６】そして、スモールサイズモードの場合は、
ファイルデータを独立したデータブロックに格納するこ
となく、図５に示すように、ファイル制御テーブルを格
納するブロック＃ｂｆの後半分に格納するようにする。
ファイルデータを独立したデータブロックに格納するこ
となく、図５に示すように、ファイル制御テーブルを格
納するブロック＃ｂｆの後半分に格納するようにする。
【００２７】また、この場合、ファイル制御テーブルか
らデータブロックの検索のためにアドレスブロック群を
辿る必要がないため、図６に示すように、ファイル制御
テーブルの最若ブロックアドレス格納領域は未使用とな
る。なお、ファイル制御テーブルにはモードを示すため
の情報が含まれ、図６のモード（Ｓ）はスモールサイズ
モードであることを示している。また、ラージサイズモ
ードの場合のファイル制御テーブルは既に説明した図４
の形式となり、図４中のモード（Ｌ）はラージサイズモ
ードであることを示している。
らデータブロックの検索のためにアドレスブロック群を
辿る必要がないため、図６に示すように、ファイル制御
テーブルの最若ブロックアドレス格納領域は未使用とな
る。なお、ファイル制御テーブルにはモードを示すため
の情報が含まれ、図６のモード（Ｓ）はスモールサイズ
モードであることを示している。また、ラージサイズモ
ードの場合のファイル制御テーブルは既に説明した図４
の形式となり、図４中のモード（Ｌ）はラージサイズモ
ードであることを示している。
【００２８】上述したスモールサイズモードにあって
は、ファイルの情報を管理するファイル制御テーブルと
ファイルデータとが同一のブロック内に格納されるた
め、記憶装置３のブロックに対する入出力が１回で済
み、アクセスの高速化が達成される。
は、ファイルの情報を管理するファイル制御テーブルと
ファイルデータとが同一のブロック内に格納されるた
め、記憶装置３のブロックに対する入出力が１回で済
み、アクセスの高速化が達成される。
【００２９】次に、図７はラージサイズモードにおける
格納形式の例を示したものである。なお、格納される情
報全体の構成は図２に示したようになっており、この
内、ファイル制御ブロックｂｆと最若アドレスブロック
ｂ１について、実際に格納する位置の変更が加えられて
いる。
格納形式の例を示したものである。なお、格納される情
報全体の構成は図２に示したようになっており、この
内、ファイル制御ブロックｂｆと最若アドレスブロック
ｂ１について、実際に格納する位置の変更が加えられて
いる。
【００３０】すなわち、ファイル制御テーブルが格納さ
れているブロック＃ｂｆの後半分に最下層の最若アドレ
スブロックｂ１の前半のエントリがシフトして格納さ
れ、ブロックｂ１の後半のエントリはブロック＃ｂ１内
の前半分にシフトしている。他のアドレスブロックおよ
びデータブロックについては、それぞれのブロックに格
納されていて、通常と差異はない。
れているブロック＃ｂｆの後半分に最下層の最若アドレ
スブロックｂ１の前半のエントリがシフトして格納さ
れ、ブロックｂ１の後半のエントリはブロック＃ｂ１内
の前半分にシフトしている。他のアドレスブロックおよ
びデータブロックについては、それぞれのブロックに格
納されていて、通常と差異はない。
【００３１】このように最下層の最若アドレスブロック
ｂ１の前半分をファイル制御テーブルと同じブロックに
置くことにより、データブロックを直接に指すエントリ
の一部がファイル制御テーブルと同一ブロックにあるた
め、前半分のｅ／２個のエントリによって指すことので
きる範囲のアドレスについてはデータブロックに対する
１回の入出力を行うだけで済み、アクセス速度が向上す
る。
ｂ１の前半分をファイル制御テーブルと同じブロックに
置くことにより、データブロックを直接に指すエントリ
の一部がファイル制御テーブルと同一ブロックにあるた
め、前半分のｅ／２個のエントリによって指すことので
きる範囲のアドレスについてはデータブロックに対する
１回の入出力を行うだけで済み、アクセス速度が向上す
る。
【００３２】次に、図８はラージサイズモードにおける
格納形式の他の例を示したものである。
格納形式の他の例を示したものである。
【００３３】すなわち、図７の構成に加え、最若アドレ
スブロックｂ２，ｂ３のエントリについても半分ずつ一
つ下位の最若アドレスブロック＃ｂ１，＃ｂ２にシフト
した形になっている。
スブロックｂ２，ｂ３のエントリについても半分ずつ一
つ下位の最若アドレスブロック＃ｂ１，＃ｂ２にシフト
した形になっている。
【００３４】このようにすることにより、ブロック＃ｂ
１，＃ｂ２，＃ｂ３，…の格納形式が全体に渡って統一
化され、ブロック管理手段２のロジックが簡単になるこ
とと、半分でも一つ下位の最若アドレスブロックにシフ
トしたため、シフトした部分のエントリからデータブロ
ックに辿り着く回数が１回減り、アクセスの高速化が達
成される。
１，＃ｂ２，＃ｂ３，…の格納形式が全体に渡って統一
化され、ブロック管理手段２のロジックが簡単になるこ
とと、半分でも一つ下位の最若アドレスブロックにシフ
トしたため、シフトした部分のエントリからデータブロ
ックに辿り着く回数が１回減り、アクセスの高速化が達
成される。
【００３５】次に、図９はラージサイズモードにおける
格納形式の更に他の例を示したものである。
格納形式の更に他の例を示したものである。
【００３６】すなわち、ファイル制御テーブルが格納さ
れているブロック＃ｂｆの後半分に下から２層目の最若
アドレスブロックｂ２の前半のエントリがシフトして格
納されている。
れているブロック＃ｂｆの後半分に下から２層目の最若
アドレスブロックｂ２の前半のエントリがシフトして格
納されている。
【００３７】また、最下層のアドレスブロックｂ１は省
略され、下から２層目のアドレスブロックｂ２内の各ブ
ロック番号エントリは、１ブロック内のエントリ数ｅだ
け連続したブロック群の先頭のブロック番号を指してい
る。
略され、下から２層目のアドレスブロックｂ２内の各ブ
ロック番号エントリは、１ブロック内のエントリ数ｅだ
け連続したブロック群の先頭のブロック番号を指してい
る。
【００３８】また、最下層最若アドレスブロックｂ１が
本来指す領域については、２のべき乗数の連続ブロック
がファイルの低位アドレスから順次割り当てられ、連続
ブロックの先頭ブロック番号がファイル制御テーブルに
格納されている。
本来指す領域については、２のべき乗数の連続ブロック
がファイルの低位アドレスから順次割り当てられ、連続
ブロックの先頭ブロック番号がファイル制御テーブルに
格納されている。
【００３９】この場合のファイル制御ブロックとアドレ
スブロック群とデータブロックとの関係を示したのが図
１０である。
スブロック群とデータブロックとの関係を示したのが図
１０である。
【００４０】動作にあたって、ファイルにデータブロッ
クを割り当てる場合、ファイルサイズがｅ／２個以下の
２のべき乗数のブロックでまかなえる場合には、それに
対応する例えばｎ個の連続領域を割り当て、その先頭ア
ドレスをファイル制御テーブルの連続ブロックアドレス
格納領域の対応する箇所に格納する。
クを割り当てる場合、ファイルサイズがｅ／２個以下の
２のべき乗数のブロックでまかなえる場合には、それに
対応する例えばｎ個の連続領域を割り当て、その先頭ア
ドレスをファイル制御テーブルの連続ブロックアドレス
格納領域の対応する箇所に格納する。
【００４１】また、それを越える場合には、ｅ個単位の
連続領域を割り当て、その先頭アドレスをアドレスブロ
ックｂ２に格納する。
連続領域を割り当て、その先頭アドレスをアドレスブロ
ックｂ２に格納する。
【００４２】このような構成とすることにより、ファイ
ルサイズが小さいものは小さい連続領域に、ファイルサ
イズが大きいものは大きな連続領域にそれぞれ割り当て
られるため、ダイレクトアクセス可能な記憶装置３のス
ペースの効率化が達成されると共に、大きな単位で入出
力が行われた場合にシーク動作を減少させてアクセス速
度を向上させることができる。
ルサイズが小さいものは小さい連続領域に、ファイルサ
イズが大きいものは大きな連続領域にそれぞれ割り当て
られるため、ダイレクトアクセス可能な記憶装置３のス
ペースの効率化が達成されると共に、大きな単位で入出
力が行われた場合にシーク動作を減少させてアクセス速
度を向上させることができる。
【００４３】
【発明の効果】以上説明したように、本発明のブロック
管理方式にあっては、アドレスブロック群が完全対称な
木構造となっているため、ファイルアドレスから格納ブ
ロックを検索する処理を単純なものとすることができ、
ファイルシステムのオーバーヘッドが削減されてアクセ
ス速度が高速化できるという効果がある。
管理方式にあっては、アドレスブロック群が完全対称な
木構造となっているため、ファイルアドレスから格納ブ
ロックを検索する処理を単純なものとすることができ、
ファイルシステムのオーバーヘッドが削減されてアクセ
ス速度が高速化できるという効果がある。
【図１】本発明のブロック管理方式を適用したファイル
システムの一実施例を示す構成図である。
システムの一実施例を示す構成図である。
【図２】ファイル制御ブロックとアドレスブロック群と
データブロックとの関係を示す図である。
データブロックとの関係を示す図である。
【図３】アドレスブロックの構成の例を示す図である。
【図４】ファイル制御テーブルの構成の例を示す図であ
る。
る。
【図５】スモールサイズモードにおける格納形式の例を
示す図である。
示す図である。
【図６】スモールサイズモードにおけるファイル制御テ
ーブルの構成の例を示す図である。
ーブルの構成の例を示す図である。
【図７】ラージサイズモードにおける格納形式の例を示
す図である。
す図である。
【図８】ラージサイズモードにおける格納形式の他の例
を示す図である。
を示す図である。
【図９】ラージサイズモードにおける格納形式の更に他
の例を示す図である。
の例を示す図である。
【図１０】図９のラージサイズモードにおけるファイル
制御ブロックとアドレスブロック群とデータブロックと
の関係を示す図である。
制御ブロックとアドレスブロック群とデータブロックと
の関係を示す図である。
１……ファイルシステム ２……ブロック管理手段 ３……記憶装置
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 【請求項１】 ダイレクトアクセス可能な記憶装置を固
定長ブロックに分割し、これらのブロックをプール管理
して任意のファイルの記憶領域として利用するファイル
システムにおいて、 ファイルに割り当てたデータブロックのアドレスを複数
保持する最下位のアドレスブロックと、最下位の複数の
アドレスブロックのアドレスを保持する上位のアドレス
ブロックと、更にそれらの上位に同様に繰り返されるア
ドレスブロックとから構成される階層構造のアドレスブ
ロック群を、完全対称な木構造として構成し、 データブロックおよびアドレスブロックの各階層におけ
る最若ブロックのアドレスをファイル制御テーブルに格
納することを特徴としたブロック管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3199938A JP2745882B2 (ja) | 1991-07-15 | 1991-07-15 | ブロック管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3199938A JP2745882B2 (ja) | 1991-07-15 | 1991-07-15 | ブロック管理方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0520154A true JPH0520154A (ja) | 1993-01-29 |
| JP2745882B2 JP2745882B2 (ja) | 1998-04-28 |
Family
ID=16416094
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3199938A Expired - Fee Related JP2745882B2 (ja) | 1991-07-15 | 1991-07-15 | ブロック管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2745882B2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0646882A1 (en) * | 1993-10-04 | 1995-04-05 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Method and apparatus for fast accessing of data items from a sorted list and data base carrier for use with such method and/or apparatus |
| US7185020B2 (en) * | 2003-10-01 | 2007-02-27 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Generating one or more block addresses based on an identifier of a hierarchical data structure |
-
1991
- 1991-07-15 JP JP3199938A patent/JP2745882B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0646882A1 (en) * | 1993-10-04 | 1995-04-05 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Method and apparatus for fast accessing of data items from a sorted list and data base carrier for use with such method and/or apparatus |
| US7185020B2 (en) * | 2003-10-01 | 2007-02-27 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Generating one or more block addresses based on an identifier of a hierarchical data structure |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2745882B2 (ja) | 1998-04-28 |
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