JPH0566980A

JPH0566980A - フアイル制御方式

Info

Publication number: JPH0566980A
Application number: JP3227861A
Authority: JP
Inventors: Norio Emura; 憲夫江村
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1991-09-09
Filing date: 1991-09-09
Publication date: 1993-03-19

Abstract

(57)【要約】【目的】上位装置による記憶媒体のファイルへのアク
セス時間を短縮し、上位装置における情報処理の効率を
向上させることが可能なファイル制御技術を提供する。【構成】ファイルアドレスラッチ３０を備えた論理／
物理アドレス変換器３８、スクロール契機発生器３５よ
りなるファイルセレクタ２２を制御して、ホストコンピ
ュータ内部バス２に接続された半導体メモリ１８を構成
する複数のセグメント内の各ブロックに独立したファイ
ルブロックアドレス空間を割当て、ホスト１の出力した
論理ファイルアドレスとファイルアドレスラッチ３０の
内容が一致すると、ホスト１は半導体メモリ１８上で直
接にファイルをアクセスできる。また、本体ＤＩＳＫメ
モリ５内で必要なファイル、又はファイルブロックの全
てのアドレス空間を半導体メモリ１８に割当て不可の場
合、ファイル先読み契機発生器３７やスクローク契機発
生器３５などの制御により、本体ＤＩＳＫメモリ５内の
ファイルをスクロールすることで、ホスト１はファイル
データが全て半導体メモリ１８にあるかのようにアクセ
スできる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ファイル制御技術に関
し、特に、情報処理装置を構成する上位装置と、ディス
ク装置または拡張記憶装置などの記憶媒体との間におけ
るファイルデータの授受に適用して有効な技術に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】従来、ホストコンピュータ（以下、ホス
トと略記する）がファイルデータを主記憶装置上でアク
セスするに際しては、たとえば、図２４の「従来技術に
よるホストのファイルアクセス説明図」に示すように、
目的のファイルのブロック（４ＫＢ構成）が主記憶装置
に割り当ててある場合、ホストは直接、物理アドレスを
用いてアクセスすることができる。

【０００３】ところが、主記憶装置上に、目的のファイ
ルブロックのアドレス空間が割り当ててない場合、ホス
トはアクセスに失敗した前記ブロックの該当するファイ
ルを「ファイル番号」と「ファイル内相対アドレス」の
合成値（論理ファイルアドレス）を出力することで、た
とえば、図２４に示す「拡張記憶に相対アドレスでアク
セスするためのリロケーション機構」を用いて、論理フ
ァイルアドレスを拡張記憶上（スーパ空間）の物理アド
レスに変換する。

【０００４】この場合、ホストは、処理プログラムの実
行を一時中断し、主記憶装置上に空きエリアのない場
合、使用頻度が低いなどの理由で不要と判断したブロッ
クデータを拡張記憶へ追い出した後、主記憶装置上の空
きエリアに新たなファイルブロックのアドレス空間を割
当て、前記ファイルブロックデータを拡張記憶（スーパ
空間）から主記憶装置（アドレス空間）に転送した後、
前記処理プログラム実行を再開する。

【０００５】なお、上記従来技術に関連する公知文献と
しては、（１）日経コンピュータ（雑誌）１９９０．１
０．１５「出そろったＥＳＡ対抗の新アーキテクチャ」
（Ｐ１４５）、および（２）日立評論（雑誌）１９９
１．２「ＯＳＶＯＳ３／ＡＳの高性能．大容量化方
式」（Ｐ６７〜Ｐ７６）、などがある。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】上記従来の技術は、次
の点について問題がある。

【０００７】すなわち、まず第一に、従来の技術で述べ
た制御を実行するための処理プログラムを主記憶装置に
常駐させるため、余分なバッファ領域を必要とする。

【０００８】第二に、ホストは主記憶装置上のアドレス
空間を直接、論理ファイルアドレスを用いてアクセスす
ることができない。

【０００９】第三に、「ホストが主記憶装置上のアドレ
ス空間で希望するファイルのブロックのアクセスに失敗
した場合」、又は、「主記憶装置上に、複数のファイル
のアドレス空間を割り当てるのに、指定エリア内にファ
イル内の全てのブロックのアドレス空間を割り当てるこ
とができない状態で、ホストが主記憶装置に割り当てて
ない前記ファイルのブロックをアクセスした場合」、そ
の都度、主記憶装置上にブロックのアドレス空間を割り
当て、ファイルのブロックデータを転送しなくてはなら
ず、処理プログラムの実行が妨げられ、システムの処理
遂行上のボトルネックとなる。

【００１０】第四に、主記憶装置上で、ホストが作成し
たファイルデータを拡張記憶装置を通してＤＩＳＫ装置
に格納するのに、ＤＩＳＫ装置へのアクセスを重ねる度
に、ファイルがより多くのブロックに分断されて格納さ
れるようになり、アクセス速度の低下を招く。

【００１１】本発明の目的は、上位装置による記憶媒体
のファイルデータへのアクセス時間を短縮し、上位装置
における情報処理の効率を向上させることが可能なファ
イル制御技術を提供することにある。

【００１２】本発明の前記ならびにその他の目的と新規
な特徴は、本明細書の記述および添付図面から明らかに
なるであろう。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本願において開示される
発明のうち、代表的なものの概要を簡単に説明すれば、
下記のとおりである。

【００１４】すなわち、本発明のファイル制御方式は、
プログラムの実行とデータ処理等を行う演算ユニット及
びセグメント分割されたメモリを持つ上位装置と、この
上位装置に接続され、ファイルデータが格納される記憶
媒体とからなる情報処理装置において、上位装置はメモ
リ上で固定または可変なブロック数からなるファイルデ
ータをアクセスし、記憶媒体とメモリとの間で随時ファ
イルデータの転送を行なうファイル制御方式であって、（１）記憶媒体とメモリとの間にはファイルデータの転
送処理を遂行するファイル制御手段が介設され、（２）ファイル制御手段は、ブロック分割されたファイ
ル内のブロックデータを、ファイル名称、又はファイル
名称に対応付けられたファイル番号と、当該ファイル内
の相対アドレスとを用いてアクセスすることのできるブ
ロックアドレス空間をメモリの各セグメントをブロック
分割した各ブロックに対して割り当てる第１の制御手段
と、（３）メモリ内に割り当てたファイルのブロックアドレ
ス空間の集合体であるファイルアドレス空間を、（Ａ）ファイル番号とファイル内アドレス（Ｐビット構
成）の合成値［（ファイル番号）＊２^P＋（ファイル内アドレス）
］、又は、（Ｂ）ファイル番号とファイル内ブロックアドレス（Ｑ
１ビット構成）とファイルブロック内アドレス（Ｑ２ビ
ット構成）の合成値［（ファイル番号）＊２^Q1+Q2＋（ファイル内ブロッ
クアドレス）＊２^Q2＋ファイルブロック内アドレス］であるファイルアドレスを用いて直接アクセスする第２
の制御手段を備えたものである。

【００１５】また、本発明のファイル制御方式は、請求
項１記載のファイル制御方式において、メモリに一つ又
は複数のファイルアドレス空間を割り当て、メモリ指定
エリア内にファイル内の全てのブロックアドレス空間を
割り当てることができない場合、ファイルの先頭から可
能な限りのブロックアドレス空間、又は、上位装置がフ
ァイル内でアクセスする可能性の高い一つ、又は、複数
のブロックのブロックアドレス空間をメモリ指定エリア
内に割り当て、上位装置がファイルをメモリ上でアクセ
スする際、上位装置のアクセス状況に応じ、アクセスす
るブロックが遷移するとブロックのブロックアドレスの
昇順、又は降順方向に一定量のブロックのブロックアド
レス空間、又は、以降アクセスする可能性の高い一つ、
又は、複数のブロックのブロックアドレス空間をメモリ
指定エリア内に割り当てる第３の制御手段を設けたもの
である。

【００１６】また、本発明のファイル制御方式は、請求
項１または２記載のファイル制御方式において、記憶媒
体内のファイルデータを階層構造化したファイル群に対
し、最下位属性を有する実在ファイルに階層属性を与
え、ファイル群全体を階層構造別にソートし、更にファ
イル内をファイル内ブロックアドレスでソートし、上位
装置が任意の属性のファイルデータをメモリ上でアクセ
スすると、上位装置は次も同じ属性、もしくは、数段上
の階層属性のファイルをアクセスするものと仮定し、階
層属性のファイル群をメモリに先読みする（メモリにフ
ァイルアドレス空間を割当て、必要に応じファイルデー
タを記憶媒体から転送する）第４の制御手段と、メモリ
に一つ又は複数の「同じ階層属性もしくは数段上の階層
属性を持つファイル群」のファイルアドレス空間を割り
当て、メモリの指定エリア内にファイル群内の全てのフ
ァイルのファイルアドレス空間を割り当てることができ
ない場合、階層属性に従いソートされた状態でファイル
群に対し、ファイル群の先頭から可能な限りのファイル
のファイルアドレス空間、又は、上位装置がファイル群
内でアクセスする可能性の高い一つ、又は、複数のファ
イルのファイルアドレス空間をメモリの指定エリア内に
割り当て、上位装置がファイル群をメモリ上でアクセス
する際、上位装置のアクセス状況に応じ、アクセスする
ファイルが遷移するとファイルの階層属性の昇順、及び
降順方向に一定量のファイルのファイルアドレス空間、
又は、以降アクセスする可能性の高い一つ、又は、複数
のファイルのファイルアドレス空間をメモリ指定エリア
内に割り当てる第５の制御手段を設けたものである。

【００１７】

【作用】上記した本発明のファイル制御方式によれば、
上位装置は、前記メモリ上のファイルデータをファイル
名称に対応付けられた「ファイル番号」と「ファイル内
アドレス」、又は、「ファイル番号」と「ファイル内ブ
ロックアドレス」と「ファイルブロック内アドレス」の
合成値である論理ファイルアドレスを上位装置の内部バ
ス（アドレスバス）に出力することにより、物理アドレ
スを意識することなく、目的のファイルの前記メモリ上
の任意のブロックをアクセスすることができる。

【００１８】また、メモリ上に、複数のファイルのアド
レス空間を割り当てるのに、指定エリア内に、１つのフ
ァイル内の全てのブロックのブロックアドレス空間を割
り当てることができない場合、前記ファイル内での上位
装置のアクセス状態に応じて、上位装置がアクセス中の
ブロックに対しファイル内ブロックアドレスの昇順、又
は降順方向に一定量のブロックのブロックアドレス空
間、又は、上位装置がアクセスする可能性の高い前記フ
ァイルのブロックアドレス空間（一つ／複数）を前記メ
モリに割当てることにより、目的のファイルブロックが
メモリ上に存在する確率が大きくなる。

【００１９】また、前記記憶媒体内のファイルデータを
階層構造化したファイル群に対し、最下位属性（つまり
実在ファイル）に階層属性を与え、ファイル群全体を階
層構造別にソートし、更にファイル内をファイルブロッ
クアドレスでソートし、上位装置が任意の属性のファイ
ルデータを前記メモリ上でアクセスすると、上位装置は
次も同じ属性、もしくは、数段上の階層属性のファイル
をアクセスするものと仮定し、前記メモリにファイルア
ドレス空間を割当て、必要に応じファイルデータを前記
記憶媒体から転送する、という前記階層属性のファイル
群の前記メモリへの先読み動作を行うので、目的のファ
イルブロックがメモリ上に存在する確率が大きくなる。

【００２０】また、前記ファイル群の全てのファイルを
前記指定エリアに転送できない場合、上位装置がアクセ
スするファイルを変更すると、前記ファイルの階層属性
の昇順、又は降順方向に一定量のファイルのアドレス空
間、又は、上位装置のアクセス状況に応じ、以降、アク
セスする可能性の高いファイルのファイルアドレス空間
（一つ／複数）を前記メモリに割当てるという動作を行
うので、目的のファイルデータがメモリ上に存在する確
率が大きくなる。

【００２１】これにより、（Ａ）固定、又は可変なブロ
ック数から成るファイルを前記メモリ上でアクセスする
のに、上位装置が前記メモリ上で、論理ファイルアドレ
スをアドレスバス上に出力することで、直接ファイルデ
ータをアクセスすることができ、（Ｂ）上位装置が前記
メモリに対するファイルのアクセス待ちを軽減でき、
（Ｃ）前記記憶媒体でのファイルの高速アクセスや、階
層先読みの高速化が可能となり、上位装置の処理効率を
向上させることができる。

【００２２】

【実施例１】以下、図面を参照しながら、本発明の一実
施例であるファイル制御方式の一例を説明する。

【００２３】図１は、本実施例のファイル制御方式を実
現したＤＩＳＫメモリ装置の構成の一例を示すブロック
図である。

【００２４】本実施例のＤＩＳＫメモリ装置は、ホスト
１によってアクセスされるファイルデータが格納された
本体ＤＩＳＫメモリ５と、ホスト１の一部に配置された
メモリ装置３を含んでいる。

【００２５】本体ＤＩＳＫメモリ５は、ＤＩＳＫメモリ
内部インターフェイスバス４を介してホスト１の側のメ
モリ装置３に接続され、当該メモリ装置３との間におけ
るデータの授受を制御するＤＩＳＫメモリコントローラ
８と、このＤＩＳＫメモリコントローラ８の配下で稼働
し、図示しない磁気ディスクなどのデータ記憶媒体を備
えた複数台のディスク装置１３とで構成されている。

【００２６】なお、本実施例で述べる「ＤＩＳＫメモ
リ」とは、図１に示すＤＩＳＫメモリのブロック図にお
けるディスク装置１３内のデータエリアに対し、０（ゼ
ロ）から始まる連続した絶対アドレスを割り当てたアド
レス及びデータ空間であり、ファイルデータはこの空間
に格納され、アクセスされる。

【００２７】ホスト１は、プログラムの実行によって所
望の情報処理を遂行する演算ユニット１ａを備えてお
り、この演算ユニット１ａはホストコンピュータ内部バ
ス２によってメモリ装置３に接続されている。

【００２８】メモリ装置３は、複数のセグメント０〜セ
グメントｎ−１をなす半導体メモリ１８と、ファイルセ
レクタ２２と、インターフェイス制御メモリ１７と、ホ
ストメモリコントローラ１９とを備えている。

【００２９】半導体メモリ１８，ファイルセレクタ２
２，インターフェイス制御メモリ１７は、ホストコンピ
ュータ内部バス２およびＤＩＳＫメモリ内部インターフ
ェイスバス４の双方によってアクセスされるように構成
されている。

【００３０】また、ファイルセレクタ２２およびインタ
ーフェイス制御メモリ１７は、ホストメモリコントロー
ラ内部バス２１を介してホストメモリコントローラ１９
に接続され、当該ホストメモリコントローラ１９の配下
で後述のような一連の制御動作を遂行する。

【００３１】ファイルセレクタ２２は、たとえば図８に
例示されるように、半導体メモリ１８を構成する複数の
セグメントの各々毎に設けられた複数の論理／物理アド
レス変換器３８を備えている。半導体メモリ１８の各セ
グメントは、さらに複数のブロックに分割して管理さ
れ、このブロックを単位としてアクセスが実行される。

【００３２】なお、半導体メモリ１８を構成する個々の
セグメントは、たとえば、物理的に独立な半導体集メモ
リ素子（ＲＡＭ）からなる。

【００３３】この論理／物理アドレス変換器３８の各々
は、ホストメモリコントローラ内部バス２１に接続さ
れ、現在当該セグメント内に格納されているファイルブ
ロックのファイル番号（ファイル名称受付番号）を保持
しているファイルアドレスラッチ３０と、ＤＩＳＫメモ
リ内部インターフェイスバス４およびホストコンピュー
タ内部バス２の双方に接続され、当該ＤＩＳＫメモリ内
部インターフェイスバス４またはホストコンピュータ内
部バス２から到来する論理ファイルアドレスの上位部
（ファイル番号）と、ファイルアドレスラッチ３０のフ
ァイル番号とを照合するコンペア器３１と、このコンペ
ア器３１の出力から当該セグメント内のブロックアドレ
スを生成する半導体メモリブロックアドレス発生器３２
とを備えている。また、コンペア器３１の出力は、セグ
メントセレクト信号や後述のアクセスＮＧ信号の発生に
用いられる。

【００３４】複数の論理／物理アドレス変換器３８の各
々には、コンペア器３１の出力信号を入力するアクセス
回数検出器３４およびファイル先読み契機発生器３７が
設けられており、当該アクセス回数検出器３４およびフ
ァイル先読み契機発生器３７はホストメモリコントロー
ラ内部バス２１に接続されている。ファイル先読み契機
発生器３７の出力は、後述のファイル先読み契機信号と
して用いられる。

【００３５】また、アクセスＮＧ信号と、ホストコンピ
ュータ内部バスに発行されるファイルデータＲＤ／ＷＲ
信号を契機として、ホスト１が半導体メモリ１８上でミ
スヒットしたファイルの論理ファイルアドレスはアクセ
スＮＧファイルアドレスラッチ３６にラッチされ、ホス
トメモリコントローラ内部バス２１およびホストコンピ
ュータ内部バス２を介して参照される。

【００３６】本実施例では、ＤＩＳＫメモリ装置がホス
ト１よりファイルデータＲＤ／ＷＲコマンドをインター
フェイス制御メモリ１７で受信すると、ディスク装置１
３のファイルデータを半導体メモリ１８に転送、または
半導体メモリ１８上のファイルデータをディスク装置１
３（本体ＤＩＳＫメモリ５）に格納するファイル管理モ
ードをサポートする。又、半導体メモリ１８上のファイ
ルデータは、物理アドレスを意識することなく、後述す
る論理ファイルアドレスをアドレスバス（ホストコンピ
ュータ内部バス２）上に出力することで直接アクセスす
ることができる。

【００３７】以下、本実施例のファイル管理モード制御
における動作の一例を説明する。

【００３８】まず、ＤＩＳＫメモリ装置上のファイル管
理について説明する。

【００３９】ファイルは１ブロックをデフォルト値で２
ⁿＫＢとし、１つ又は複数のブロックより成る。ホスト
メモリコントローラ１９は、ホスト１の作成した半導体
メモリ１８上のファイルデータを本体ＤＩＳＫメモリ５
に格納、又はファイルデータを本体ＤＩＳＫメモリ５か
ら半導体メモリ１８にロードするのに図２に示す各ファ
イルデータに対応したファイル管理情報Ｔ１００を管理
する。

【００４０】同図において、ファイル名称Ｔ１０１は、
ホスト１がファイルデータに対し登録したファイル番号
（ＨＥＸＡコード）、ブロック数Ｔ１０３は、ホスト１
が指定し前記ファイルデータを構成するブロック数を示
す。ＤＩＳＫメモリＦＢＡ（Ｆａｉｌ＿Ｂｌｏｃｋ＿Ａ
ｄｄｒｅｓｓ）Ｔ１０２は、ＤＩＳＫメモリ装置全体を
前記ブロックで分割した場合のファイルデータ格納先頭
ブロックアドレスを示す。

【００４１】ファイル階層属性Ｔ１０４は、ＤＩＳＫメ
モリ装置に格納する全てのファイル群を図３の一例に示
すように階層構造化し、各階層に対し階層属性を付加
し、実ファイルの存在する最下位層に至るまでの階層属
性をファイル単位に配列したものである。また、前記階
層属性を持たないファイルは無所属ファイルとして管理
する。

【００４２】次に、前記ファイルは図２に示すファイル
名称ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１１０、及び
階層属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２０に
より管理される。

【００４３】まず、ファイル名称ソート別ファイル管理
情報テーブルＴ１１０は、ファイル管理情報Ｔ１００の
集合体で半導体メモリ１８上の各々のファイルデータを
本体ＤＩＳＫメモリ５に格納したり、また本体ＤＩＳＫ
メモリ５のファイルデータを半導体メモリ１８にロード
するのに用い、ファイル名称の順番（ＨＥＸＡコードの
昇順）に配列される。

【００４４】次に、階層属性ソート別ファイル管理情報
テーブルＴ１２０は、ファイル階層属性Ｔ１０４を基に
テーブル全体をソートしたもので、ファイルデータの自
動先読や、階層構造別ソート処理等に用いる。また、ホ
スト１が本体ＤＩＳＫメモリ５上に後述するファイルを
オープンする際、ホストメモリコントローラ１９は新規
ファイル管理情報を前記ファイル名称ソート別ファイル
管理情報テーブルＴ１１０および階層属性ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１２０の未登録エリアに登録す
る。

【００４５】ここで、階層属性ソート別ファイル管理情
報テーブルＴ１２０は、ファイル管理モードが起動する
時点では既にファイル階層属性に従いテーブル全体がソ
ートされており、本体ＤＩＳＫメモリ５に格納されたフ
ァイデータも前記テーブルに従いソート済である。ま
た、ファイル管理モードにおいて、前記階層属性ソート
別ファイル管理情報テーブルＴ１２０、及び本体ＤＩＳ
Ｋメモリ５において図２、及び図４に示すように新規追
加のファイル管理情報及びファイルデータをソートする
ために最低必要な未登録エリア、又は空きエリアが階層
属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２０、及び
本体ＤＩＳＫメモリ５上に確保されている。また、前記
階層属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２０の
管理するファイル管理情報は、図３のＤＩＳＫメモリ格
納ファイル階層構造図に示すように、ファイル階層属性
の各属性にＨＥＸＡコードを付け、ファイル階層属性の
各属性を示すＨＥＸＡ値の小さい順にソートすることで
階層構造図を展開できる。

【００４６】以上によりホストメモリコントローラ１９
は、図６のフローチャートと図５の説明図を用いて以下
の制御に従い本体ＤＩＳＫメモリ５内の全ファイルデー
タ及び前記階層属性ソート別ファイル管理情報テーブル
Ｔ１２０内のファイル管理情報Ｔ１００を階層属性別に
ソートする。

【００４７】〔手続き１−１〕まず、図２、及び図４に
示す階層属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２
０のファイル管理情報とＤＩＳＫメモリ装置上のファイ
ルデータにおいて新規作成分のみの階層属性別ソートを
行う。前記ソート方法は、ソート対象エリアの全体また
は一部に対し別の空きエリアに階層構造図の階層属性の
順番（ファイ階層属性のＨＥＸＡ値の小さい順）に並べ
ることで一回のデータ移動でソートを完了するものとす
る。（フローチャートＥ３）本実施例では、ＤＩＳＫメモリ装置、及び前記階層属性
ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２０のソート対
象エリアのデータを上記ソート方法に従い、ソートする
データを半導体メモリ１８に転送し、本体ＤＩＳＫメモ
リ５の空きエリア、及び前記階層属性ソート別ファイル
管理情報テーブルＴ１２０の未登録エリアに一時退避す
る。この動作を１回、又は、複数回繰り返すことでソー
トを終了し、元の新規追加分エリアに今回ソートしたデ
ータを転送する。（フローチャートＥ０）〔手続き１−２〕次に、図５において本体ＤＩＳＫメモ
リ５の空きエリアを利用して、旧ソート済み階層属性フ
ァイル群（ファイル管理情報／ファイルデータ）と（手
続き１−１）で作成した新規ソート済みファイル群（フ
ァイル管理情報／ファイルデータ）をソートするのに、
前記ソート方法に従い、前記両ファイル群がＤＩＳＫメ
モリアドレス空間の絶対アドレスの昇順（００００００
００［１６］−−→ＦＦＦＦＦＦＦＦ［１６］：正方
向）に配列されている場合、ファイル階層属性の順（Ｈ
ＥＸＡ値コードの昇順）に、本体ＤＩＳＫメモリ５の空
きエリアの容量に相当する分のファイル群データを半導
体メモリ１８に転送することでソートし、ＤＩＳＫメモ
リアドレス空間の空きエリアにＤＩＳＫメモリ絶対アド
レスの降順に、最終アドレスから順（ＦＦＦＦＦＦＦＦ
［１６］−−→００００００００［１６］：負方向）に
格納していく。（フローチャートＥ１）〔手続き１−３〕上記ソート制御において、不要になっ
たファイル群データの格納エリアは、空きスペースとみ
なし、（手続き１−２）において不要になったファイル
群データエリアに対し必要なファイルデータをＤＩＳＫ
メモリアドレス空間の先頭アドレスから順に詰めていき
図５に示す空きエリア１を確保する。（フローチャート
Ｅ２）〔手続き１−４〕（手続き１−２）および（手続き
１−３）の処理を繰り返すことで、全体のソートを完了
する。

【００４８】但し、（手続き１−１）において旧ソート
済み階層属性ファイル群（ファイル管理情報／ファイル
データ）、及び新規ソート済みファイル群（ファイル管
理情報／ファイルデータ）がＤＩＳＫメモリアドレス空
間の絶対アドレスの降順（ＦＦＦＦＦＦＦＦ［１６］−
−→００００００００［１６］：負方向）に配列されて
いる場合、ＤＩＳＫメモリ絶対アドレスの昇順（正方
向）に、先頭アドレスから格納していく。

【００４９】

【実施例２】本実施例では、ホスト１がファイルデータ
を半導体メモリ１８上でアクセスするのに、半導体メモ
リ１８上の物理アドレスを意識することなく、ファイル
名称とファイル内アドレスを組み合わせた論理ファイル
アドレスでアクセスするファイルアドレスモードをサポ
ートする。

【００５０】本モードは、（モード１）ファイルのブロ
ック数を固定にした場合と、（モード２）ブロック数の
異なるファイルが混在する場合の両者をサポートする。

【００５１】ホスト１は半導体メモリ１８上でファイル
をアクセスするのに図７（論理ファイルアドレス−−→
半導体メモリ物理アドレス変換方式）に示す様に、（モード１）ブロック数（ファイル長）が全て固定の場
合、ファイル名称に対応付けられたファイル番号（ＨＥ
ＸＡコード）とファイル内アドレス（Ｐビット構成）を
組み合わせた論理ファイルアドレス、［（ファイル番号）＊２^P＋（ファイル内アドレス）
］を用いるか、または、（モード２）ブロック数（ファイル長）の異なるファイ
ルが混在する場合、ファイル番号とファイル内ブロック
アドレス（Ｑ１ビット構成）とファイルブロック内アド
レス（Ｑ２ビット構成）を組み合わせた論理ファイルア
ドレス［（ファイル番号）＊２^(Q1+Q2)＋（ファイル内ブロ
ックアドレス）＊２^Q2＋ファイルブロック内アドレス）
］を用いる。但し、（モード１）においてファイルのブロ
ック数が２以上の場合、（モード２）と同じ扱いとな
る。

【００５２】一方、ホストメモリコントローラ１９は、
図８に示すファイルセレクタ２２を用いて、半導体メモ
リ１８上に論理ファイルアドレス空間を割当て、ホスト
１は、前記論理ファイルアドレス空間に対し、前記論理
ファイルアドレスをアドレスバス（ホストコンピュータ
内部バス２）上に出力することで直接ファイルデータを
アクセスできるように制御する。

【００５３】半導体メモリ１８はｋ個のセグメントより
成り、ファイルセレクタ２２によって各セグメントはそ
れぞれＮ個にブロック分割（全体でｋ＊Ｎ個のブロック
分割）される。ホストメモリコントローラ１９は各ファ
イル（１つ又は複数のブロックで構成される。）に対
し、半導体メモリ１８上に一つの連続した論理ファイル
アドレス空間を割当てるため以下の制御を行う。

【００５４】〔手続き２−１〕半導体メモリ１８上のフ
ァイルデータは、図９に示すように下記の二つのテーブ
ルで管理する。

【００５５】同図の（ａ）に示されるように、半導体メ
モリファイル管理テーブルＴ１３０は、複数のセグメン
トから成る半導体メモリ１８の物理アドレス空間をブロ
ック分割し、セグメント＆ブロックアドレスの昇順に配
置された各ブロックに対応し、「半導体メモリ内セグメ
ント＆ブロックアドレス」，「ファイル上位アドレ
ス」，「ＤＩＳＫメモリＦＢＡ」，「セグメント管理情
報」（ホスト１のブロックの「使用中」、本体ＤＩＳＫ
メモリ５と半導体メモリ１８との「データ転送中」、ブ
ロックの「未使用」のいずれかを示す「使用中フラ
グ」，ブロックデータの書換の有無を示す「データ書換
フラグ」，「データ保持フラグ」），各ブロックの使用
頻度を示す「アクセス回数」から成るファイルブロック
情報を格納したものである。

【００５６】但し、前記半導体メモリファイル管理テー
ブルＴ１３０は、「論理ファイル（ブロック）アドレス
空間を割り当てていない半導体メモリ１８上のセグメン
ト内の各ブロック」に対応した半導体メモリセグメント
＆ブロックアドレスに対し、該当するファイルブッロッ
ク情報をクリアし、「使用中フラグ」を「未使用」にセ
ットする。

【００５７】また、同図（ｂ）に例示されるファイルア
ドレスソートファイル管理テーブルＴ１３１は、半導体
メモリファイル管理テーブルＴ１３０において、「使用
中フラグ」が「使用中」又は「データ転送中」となって
いるファイルブロック情報を「フィル上位アドレス」
（「ファイル名称」又は「ファイル名称」と「ファイル
内ブロックアドレス」の合成値）でソートしたものであ
る。

【００５８】〔手続き２−２〕半導体メモリファイル管
理テーブルＴ１３０の使用中フラグが「未使用」となっ
ているブロック（セグメント＆ブロックアドレス）をサ
ーチして後述する半導体メモリ空きエリアテーブルＴ１
４０（図１０）に前もってアドレスの昇順に半導体メモ
リ１８内の空きブロックをリストアップしておく。

【００５９】〔手続き２−３〕ここで、半導体メモリ１
８上に該当するファイルのアドレス空間を割り当てるた
め、前記半導体メモリ空きエリアテーブルＴ１４０より
半導体メモリ１８の空きエリア（ブロック）に対し、指
定ファイルの構成ブロック数分、アドレスの昇順に使用
するブロックを決定し、半導体メモリファイル管理テー
ブルＴ１３０に使用を宣言する。

【００６０】つまり、使用を決めた半導体メモリ１８上
の各ブロック（セグメント＆ブロックアドレス）に対
し、ファイル名称ソート別ファイル管理情報テーブルＴ
１１０よりファイル上位アドレス、及びＤＩＳＫメモリ
ＦＢＡをロードし、半導体メモリファイル管理テーブル
Ｔ１３０にセットする。また、前記ファイル管理情報を
ファイルアドレスソートファイル管理テーブルＴ１３１
に追加挿入する。（これは、前記ファイルアドレスソー
トファイル管理情報をテーブルＴ１３１に追加し、ファ
イル上位アドレスで、全テーブルをソートしたことにな
る。）同時に、図８において、ファイルセレクタ２２を制御し
て、使用を決めた半導体メモリ１８上の全てのブロック
（セグメント＆ブロックアドレス）に対応したファイル
アドレスラッチ３０に「ファイル番号」、又は、ファイ
ル番号とファイルブロック内アドレス（Ｑ１ビット構
成）を合成した「ファイル上位アドレス」（ファイル番
号＊２^Q1＋ファイル内ブロックアドレス）をセットす
る。

【００６１】以上の制御により、ホスト１又はＤＩＳＫ
メモリコントローラ８が自分のアドレスバス上位部に
（モード１の場合の）ファイル番号、又は、（モード２
の場合の）ファイル番号とファイルブロック内アドレス
（Ｑ１ビット）を合成したファイル上位アドレスを出力
すると、ファイルセレクタ２２内のコンペア器３１によ
って前記ファイルアドレスラッチ３０の内容と比較さ
れ、一致すると該当するブロックの半導体メモリ１８上
の１つのセグメント（ＲＡＭ単位）がセレクトされ、半
導体メモリブロックアドレス発生器３２によって半導体
メモリブロックアドレスが生成され、これと、ホスト１
又はＤＩＳＫメモリコントローラ８が前記アドレスバス
下位部に出力した下位アドレス（ファイル内アドレス、
又はファイルブロック内アドレス）との合成値により半
導体メモリ物理アドレスが生成され、ホスト１又はＤＩ
ＳＫメモリコントローラ８は指定ファイル内エリア、又
は、指定ファイルブロック内エリアをアクセスすること
ができる。

【００６２】なお、ブロック数（ファイル長）が異なる
ファイルが混在する場合（つまりファイル内のブロック
数の追加が可能な場合）、半導体メモリ１８内に１つの
ファイルの複数のブロックが点在することがある。

【００６３】次に、ホスト１が半導体メモリ１８上に設
定されてない論理ファイルアドレス空間をアクセスする
と、図８においてファイルセレクタ２２によりアクセス
ＮＧ信号が出力され、同時にホスト１がアドレスバスに
出力した論理ファイルアドレスがアクセスＮＧファイル
アドレスラッチ３６に格納される。ここで、ホスト１に
よって当該アクセスに関して緊急データ転送モードが設
定されている場合、前記アクセスＮＧ信号を契機とし
て、ホストメモリコントローラ１９は下記制御を行う。

【００６４】ファイルセレクタ２２内のアクセスＮＧフ
ァイルアドレスラッチ３６よりファイル上位アドレスを
ロードし、これを基にファイル名称ソート別ファイル管
理情報テーブルＴ１１０より該当するファイルのＤＩＳ
ＫメモリＦＢＡとブロック数をロードし、ファイルセレ
クタ２２、及び、半導体メモリファイル管理テーブルＴ
１３０，ファイルアドレスソートファイル管理テーブル
Ｔ１３１を制御して半導体メモリ１８上に前記ファイル
の論理アドレス空間を割り当て必要に応じ本体ＤＩＳＫ
メモリ５から半導体メモリ１８に最優先で該当するファ
イルのデータ転送を行う。

【００６５】また、ホスト１がファイルブロック自動追
加モードを設定した状態で、かつ、本体ＤＩＳＫメモリ
５上のファイルが半導体メモリ１８にリードされた状態
で、前記ファイルではあるが本体ＤＩＳＫメモリ５、及
び半導体メモリ１８上に論理ファイルブロックアドレス
空間を割り当てていないブロックをアクセスすると、フ
ァイルセレクタ２２よりアクセスＮＧ信号が出力され
る。ホストメモリコントローラ１９は、これを契機とし
て、以下の制御を行う。

【００６６】〔手続き３−１〕ファイルセレクタ２２の
アクセスＮＧファイルアドレスラッチ３６よりホスト１
のアクセスしたファイル上位アドレス（ファイル名称と
ファイルブロックアドレスの合成値）をロードし、前記
ファイル上位アドレスにファイルの先頭（ファイルブロ
ックアドレス＝０，ファイルブロック内アドレス＝０）
を示すファイルアドレスをアドレスバスに出力し半導体
メモリ１８上でＲＥＡＤ動作を行う。

【００６７】〔手続き３−２〕このとき、ファイルセレ
クタ２２のアクセスＮＧ信号がＯＦＦ（ＯＮ：緊急デー
タ転送モードと同じ処理を行なう）であれば、ホストメ
モリコントローラ１９は前記ファイルのブロックを追加
すべく、ファイル名称ソート別ファイル管理情報テーブ
ルＴ１１０，階層属性ソート別ファイル管理情報テーブ
ルＴ１２０，半導体メモリファイル管理テーブルＴ１３
０，ファイルアドレスソートファイル管理テーブルＴ１
３１に対し、前記ファイルに追加するブロックに対して
のみ、空きエリア、又は未登録エリアに該当するブロッ
クのファイル管理情報Ｔ１００を追加し、半導体メモリ
１８上の空きエリアに前記ファイル該当ブロックの論理
アドレス空間を割当てる。

【００６８】〔手続き３−３〕ホスト１がファイルブロ
ック追加コマンド（パラメータ：ファイル名称，ファイ
ル内ブロックアドレス）発行した場合、（手続き３−
１），（手続き３−２）を行う。

【００６９】一方、ホストメモリコントローラ１９は、
処理実行待ち時間を利用して下記処理を行う。

【００７０】〔処理２−１〕ファイル管理テーブルのソ
ートファイルアドレスソートファイル管理テーブルＴ１３１
にてテーブルの更新が発生するとファイル上位アドレス
の昇順に従いソート（実際には、テーブルへの更新情報
の追加および挿入）を行う。これは、半導体メモリ１８
上のファイル検索を容易にするための処置である。

【００７１】〔処理２−２〕半導体メモリ空きエリアテ
ーブルの作成半導体メモリ１８上の空きエリア（空きブロック）を、
半導体メモリファイル管理テーブルＴ１３０の使用中フ
ラグが「未使用」か否かによって探し出し、半導体メモ
リ１８のセグメント＆ブロックアドレスの昇順に半導体
メモリ空きエリアテーブルＴ１４０（図１０）を作成す
る。

【００７２】〔処理２−３〕使用頻度の低いファイル／
ファイル群のサーチファイルセレクタ２２を制御して各ファイルアドレスラ
ッチ３０に対応したアクセス回数検出器３４よりアクセ
ス（有／無）情報を定期的に取り込み、アクセス（有／
無）情報が「有」であれば、半導体メモリファイル管理
テーブルＴ１３０及びファイルアドレスソートファイル
管理テーブルＴ１３１の「アクセス回数」を＋１更新す
る。更に、ファイルアドレスソートファイル管理テーブ
ルＴ１３１の全エントリにおいて、使用頻度（アクセス
回数）の低い順にファイルＮ個分をＤＩＳＫ追い出し要
因ファイルテーブルＴ１４５（図１１）にリストアップ
する。また、ホスト１からファイルデータＷＲＩＴＥコ
マンドを受信して直ちに実行できない場合は，「ＷＲＩ
ＴＥフラグ」をセットしてＤＩＳＫ追い出し要因ファイ
ルテーブルＴ１４５の最上位にセットする。

【００７３】〔処理２−４〕ファイルデータの上書きチ
ェックファイルデータの本体ＤＩＳＫメモリ５への追い出しが
発生した場合、ファイルデータに対しｒｅａｄのみか、
又はアクセスがなされなかった場合、ファイルデータを
本体ＤＩＳＫメモリ５に退避する必要はない。そこで、
ファイルセレクタ２２を制御してアクセス検出器３４内
に、半導体メモリ１８の各ブロックに対応して設けられ
た図示しないブロックｗｒｉｔｅ検出器を動作させる。
このブロックｗｒｉｔｅ検出器は、「ホスト１からｗｒ
ｉｔｅ信号を受け取るとリセットされるまでセット状態
を保持する」という動作を行う。そして、一定時間が経
過後、全てのブロックｗｒｉｔｅ検出器を参照しセット
状態になったブロックの該当するファイルに対し、半導
体メモリファイル管理テーブルＴ１３０，ファイルアド
レスソートファイル管理テーブルＴ１３１の「データ書
換えフラグ」を全てＯＮとする。

【００７４】次に、図１２のフローチャートなどを参照
しながら、ホスト１が本体ＤＩＳＫメモリ５のファイル
をアクセスする場合、または、新規にファイルを作成す
る場合について説明する。

【００７５】ホスト１は半導体メモリ１８上で本体ＤＩ
ＳＫメモリ５のファイルをアクセスする場合、又は、新
規データを作成した後ファイルデータとして本体ＤＩＳ
Ｋメモリ５に格納する場合、前記ファイルデータＲＥＡ
Ｄコマンド、又は、ファイルＯＰＥＮコマンドをインタ
ーフェイス制御メモリ１７に書き込み、ホストメモリコ
ントローラ１９に対しコマンド実行を要求する。（フロ
ーチャートＫ０）〔ケースＩ〕ファイルデータＲＥＡＤの場合ホストメモリコントローラ１９は、ファイルデータＲＥ
ＡＤコマンドがインターフェイス制御メモリ１７にセッ
トされたのを契機として下記制御を行う。

【００７６】〔手続き４−１〕指定ファイルデータが半
導体メモリ１８上に有るか否かを、ファイルアドレスを
用いて半導体メモリ１８上でＲＥＡＤを行ない、アクセ
スＮＧ信号のＯＮ／ＯＦＦで調べる。（フローチャート
Ｋ１）なお、指定ファイルデータが半導体メモリ１８上に有る
か否かはファイルアドレスソートファイル管理テーブル
Ｔ１３１を参照することによっても調査可能である。

【００７７】そして、前記論理ファイルアドレス空間が
設定されている場合（フローチャートＫ２）、ホストメ
モリコントローラ１９内の図示しない上位制御プログラ
ムに終了報告を行う。もしくは、半導体メモリ１８上の
前記アドレス空間上に該当ファイルデータを上書きす
る。（フローチャートＫ３）〔手続き４−２〕（手続き４−１）で前記論理ファイル
アドレス空間が半導体メモリ１８上に割り当ててない場
合、（Ａ）ノーマルモードであればファイル名称ソート
別ファイル管理情報テーブルＴ１１０より該当するファ
イルのブロック数を、（Ｂ）階層属性先読みモードであ
れば階層属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１２
０より該当する階層属性下のファイル全体のブロック数
を求める（フローチャートＫ４）。

【００７８】次に、半導体メモリ空きエリアテーブルＴ
１４０を参照し、上記要求ブロック数分のエリアが有る
か否かを調査する（フローチャートＫ５）。ここで、本
体ＤＩＳＫメモリ５から半導体メモリ１８に指定された
ファイルデータを転送するエリアのない場合、ＤＩＳＫ
追い出し要因ファイルテーブルＴ１４５より追い出し優
先度の高いファイルデータを半導体メモリ１８より本体
ＤＩＳＫメモリ５に転送することで、必要な空きエリア
を確保する（フローチャートＫ６）。

【００７９】〔手続き４−３〕次に、半導体メモリファ
イル管理テーブルＴ１３０，ファイルアドレスソートフ
ァイル管理テーブルＴ１３１に、（手続き４−２）でフ
ァイルのアドレス空間の割当てを決定した各ブロック
に、該当する半導体メモリセグメント＆ブロックアドレ
ス，ファイル上位アドレス，ＤＩＳＫメモリＦＢＡ，フ
ァイル使用フラグに「データ転送中」をセットし、ファ
イルセレクタ２２の該当する各ファイルアドレスラッチ
３０にファイル上位アドレスをセットする。さらに、半
導体メモリ１８の前記ファイルの論理アドレス空間の使
用権をＤＩＳＫメモリコントローラ８に供与するため、
対セグメントアクセス許可信号をＤＩＳＫメモリコント
ローラ８側にセットする（フローチャートＫ７）。

【００８０】〔手続き４−４〕（手続き４−３）でデー
タ転送（本体ＤＩＳＫメモリ５−−→半導体メモリ１
８）が必要な場合、ノーマルモードであれば、ファイル
名称ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１１０より、
ＲＥＡＤするファイルのブロック数（Ｔ１０３）、ＤＩ
ＳＫメモリ上の格納アドレスＦＢＡ（Ｔ１０２）及び、
半導体メモリ１８上に割り当てた前記ファイルのファイ
ル名称、又は、ファイル名称とファイル内ブロックアド
レスの合成値（ファイル上位アドレス）をデータ転送制
御情報（本体ＤＩＳＫメモリ５−−→半導体メモリ１
８）として、インターフェイス制御メモリ１７にセット
し、ＤＩＳＫメモリコントローラ８に対しデータ転送を
要求する（フローチャートＫ８）。

【００８１】〔手続き４−５〕ホストメモリコントロー
ラ１９は、ＤＩＳＫメモリコントローラ８からの終了報
告を待って、半導体メモリファイル管理テーブルＴ１３
０，ファイルアドレスソートファイル管理テーブルＴ１
３１のファイル使用フラグに「使用中」をセットし、半
導体メモリの前記ファイルの論理アドレス空間の使用権
をホスト１に供与するため、対セグメントアクセス許可
信号をホスト側にセットする（フローチャートＫ９）。

【００８２】〔手続き４−６〕階層属性先読みモードの
場合、ファイル名称ソート別ファイル管理情報テーブル
Ｔ１１０よりファイルの属するファイル階層属性Ｔ１０
４を調べ、階層属性ソート別ファイル管理情報テーブル
Ｔ１２０において先読みするファイルを決定し、該当す
るファイル群のアドレス群を半導体メモリ１８に割り当
て、次に必要なデータ転送制御情報をインターフェイス
制御メモリ１７にセットし、ＤＩＳＫメモリコントロー
ラ８に対しデータ転送を要求する（フローチャートＫ
７，Ｋ８）。

【００８３】但し、前回迄、ホスト１が使用したアプリ
ケーション等で作成したファイルデータは本体ＤＩＳＫ
メモリ５のまとまったエリアにファイル階層属性に従い
ソートされた状態で格納されており、新規追加分は空き
エリアに受付順に格納してある。

【００８４】〔ケースＩＩ〕ファイルデータＯＰＥＮの
場合ホストメモリコントローラ１９は、ファイルデータＯＰ
ＥＮコマンドがインターフェイス制御メモリ１７にセッ
トされたのを契機として下記制御を行う。

【００８５】〔手続き５−１〕前記コマンドにより、半
導体メモリ１８上および本体ＤＩＳＫメモリ５に新規登
録すべきファイルの論理ファイルアドレス空間を割当
て、半導体メモリファイル管理テーブルＴ１３０，ファ
イルアドレスソートファイル管理テーブルＴ１３１にパ
ラメータ（ファイル名称，ブロック数，半導体メモリセ
グメント＆ブロックアドレス）を付加して登録する。と
同時に、ファイル名称ソート別ファイル管理情報テーブ
ルＴ１１０，階層属性ソート別ファイル管理情報テーブ
ルＴ１２０の未登録エリアにファイル管理情報（ファイ
ル名称，ブロック数，ＤＩＳＫメモリＦＢＡ［ＤＩＳＫ
メモリの空きエリアの先頭ＦＢＡを前記ファイル管理情
報テーブルＴ１１０より求める。］，ファイル階層属
性）を付加して登録する。

【００８６】以上により、ホスト１がＤＩＳＫメモリ装
置上のファイルをアクセス（階層先読み無し；ブロック
数の異なるファイルが混在する場合）している際の半導
体メモリ１８と本体ＤＩＳＫメモリ５のファイルの格納
状態の一例を図１３に示す。

【００８７】本実施例の場合、ある時点よりファイル
Ｂ，ファイルＡが順に本体ＤＩＳＫメモリ５から半導体
メモリ１８に転送され、次に、ファイルＨが本体ＤＩＳ
Ｋメモリ５及び半導体メモリ１８上にオープンされ、さ
らに、ファイルＢのブロック２が追加された例を示して
いる。

【００８８】この時点で、ホスト１は、ファイルＡ，
Ｂ，Ｈを半導体メモリ１８上で物理アドレスを意識する
ことなく、論理ファイルアドレスをアドレスバス（ホス
トコンピュータ内部バス２）に出力することでアクセス
することができる。その後、各ファイルは本体ＤＩＳＫ
メモリ５に書き込まれた。ここで、ファイル名称ソート
別ファイル管理情報テーブルＴ１１０，階層属性ソート
別ファイル管理情報テーブルＴ１２０には、新たにファ
イルＨ（新規：ブロック０−４），ファイルＢ′（旧フ
ァイルＢブロック０−１及び新規ブロックＢ′２）が追
加され、ファイルＢ（旧ファイルＢブロック０−１）情
報は削除（ファイル名称：最大値（ＨＥＸＡ）コードを
登録）されている。

【００８９】また、半導体メモリファイル管理テーブル
Ｔ１３０／ファイルアドレスソートファイル管理テーブ
ルＴ１３１には、ファイルＡ，Ｂ，Ｈはデータ保持の指
示が有るもののみ確定し、そうでないものは、前記テー
ブルから削除されている。但し、半導体メモリ１８上の
ファイルデータは上書きされない限り以前のままであ
る。

【００９０】

【実施例３】本実施例によるファイル管理モードにおい
ては、１ページをｋブロックとし、任意のページを持つ
ファイルをサポートし、前述のファイルと同様の扱いを
行ない、論理ファイルアドレス（ファイル名称＋ページ
数＋ページ内アドレス）を用いて、アクセスすることが
出来るテキストモードをサポートする。このため、ファ
イルセレクタ２２には、図８および図１８に例示される
ようなスクロール契機発生器３５が設けられている。こ
のスクロール契機発生器３５は、複数のテキスト（ｉ〜
ｎ−１）の各々に対応して設けられた、スクロール契機
検出器６０と、スクロール契機発生テキスト番号ラッチ
６５と、ファイルアドレスラッチ６６とで構成され、さ
らに個々のスクロール契機検出器６０は、ファイル番号
ラッチ６１，テキストブロックアクセス中ラッチ６２，
ファイルアクセス検出器６３，コンペア器６４を含んで
いる。

【００９１】ワークステーション等において、テキスト
（ファイルデータ）は図１４に示す様に、イメージデー
タ，文字コード，図形コード等で構成され、又、イメー
ジデータはデータ圧縮される等、ページ当たりのサイズ
がまちまちで、更に、頻繁に再編集（ファイルデータ
は、本体ＤＩＳＫメモリ５−−→半導体メモリ１８にて
編集、ページの追加、削除−−→本体ＤＩＳＫメモリ
５、のごとく転送される）が、行なわれる。そこで、フ
ァイル構成はＮページ（任意ページ数：ホストメモリコ
ントローラ１９はホスト１がページの追加、削除を行な
うことを承知している。）より成り、ページ当たりのブ
ロック数ｋはホスト１の指定による。また、ページ内、
又はページをまたがってファイルデータの圧縮を行な
う。そこで、本体ＤＩＳＫメモリ５に格納するテキスト
モードのファイルデータは、ファイル名称ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１１０，階層属性ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１２０の他に、図１５に示すテ
キスト管理情報テーブルＴ１５０を制御し、ファイル名
称，ページ数，データ圧縮数，データ圧縮情報を管理す
る。

【００９２】ホスト１はテキストがＤＩＳＫメモリ装置
に格納される際、データ圧縮を行なう場合、「データ圧
縮を開始、終了するファイル内アドレスを指定するファ
イルデータＷＲＩＴＥ（データ圧縮）コマンド」をイン
ターフェイス制御メモリ１７にセットする。ホストメモ
リコントローラ１９は、これを契機として、ファイルデ
ータ転送情報（半導体メモリ１８−−→ディスク装置１
３）、及びデータ圧縮情報をインターフェイス制御メモ
リ１７にセットし、ＤＩＳＫメモリコントローラ８に対
しデータ転送を要求する。ＤＩＳＫメモリコントローラ
８は、前記要求に対しデータ圧縮制御手段（既知の手法
のため、ここでは説明を省略する。）を用いて、前記メ
モリのファイルデータをデータ圧縮を行いながら本体Ｄ
ＩＳＫメモリ５に格納する。

【００９３】但し、本体ＤＩＳＫメモリ５に格納するフ
ァイルデータに対応する前記ファイル名称ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１１０，階層属性ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１２０は、圧縮データを含めた
ファイルデータバイト数をブロック長で割った商をブロ
ック数（余りのある場合＋１追加）とするため、半導体
メモリ１８上のファイルを管理する半導体メモリファイ
ル管理テーブルＴ１３０，ファイルアドレスソートファ
イル管理テーブルＴ１３１のブロック数と異なることが
ある。

【００９４】つぎに、ホストメモリコントローラ１９
は、各テキスト毎に半導体メモリ１８上に割り当てる論
理ファイルアドレス空間に使用制限を設け、ファイル容
量がテキスト（ファイルデータ）に対し設けた最大容量
を超える場合、ブロック単位のスクロール機能をサポー
トする。この機能によって、ホスト１は半導体メモリ１
８上で、テキスト長に無関係に複数のテキストをアクセ
スすることができる。前記機能を実現するため、ホスト
メモリコントローラ１９は、〔手続き６−１〕ホスト１が現在アクセスしているテキ
スト（論理ファイルブロックアドレス空間）に対しブロ
ックアドレスの昇順方向にＫ１ブロック分，ブロックア
ドレスの降順方向にＫ２ブロック分の論理ファイルブロ
ックアドレス空間を半導体メモリ１８上に割り当てるよ
うに制御する。

【００９５】〔手続き６−２〕ホスト１のファイルブロ
ックのアクセスと、ＤＩＳＫメモリコントローラ８によ
る本体ＤＩＳＫメモリ５と半導体メモリ１８上の前記テ
キストの他のブロックとのデータ転送が、同一セグメン
トで競合するのを防止するため、ホスト１がアクセスす
るブロックを変更した場合、本体ＤＩＳＫメモリ５に追
い返す可能性の高いブロック（現在アクセス中のブロッ
クアドレスをＡＤＲ（ｉ）とするとＡＤＲ（ｉ）＋Ｋ
１，ＡＤＲ（ｉ）＋（Ｋ１−１）．．．．，ＡＤＲ
（ｉ）−Ｋ２，ＡＤＲ（ｉ）−（Ｋ２−１）．．．．に
該当するブロック）を前記と異なるセグメントに割り当
てる様に制御する。

【００９６】一方、前記テキストモードおいて、ホスト
メモリコントローラ１９は、下記制御を行なう。

【００９７】〔処理３−１〕ファイル名称ソート別ファ
イル管理情報テーブルＴ１１０より該当するテキスト
（ファイル）データのうち、１テキストにつき半導体メ
モリ１８に割り当てられた最大ブロック数分、（Ｈブロ
ック：テキストのブロック数はＨブロックを超えている
ものとする。）ブロックデータを本体ＤＩＳＫメモリ５
より半導体メモリ１８の空きブロックに下記要領にて転
送するのに、図１７に示したテキストモードスクロール
機能図を用いて説明する。

【００９８】〔手続き７−１〕半導体メモリ空きエリア
テーブルＴ１４０にて、Ｈブロック分の空きエリアが有
ることを確認する。（なければ、ＤＩＳＫ追い出し要因
ファイルテーブルＴ１４５より追い出し優先度の高いフ
ァイルを本体ＤＩＳＫメモリ５へ追い返す。）〔手続き７−２〕前記半導体メモリ空きエリアテーブル
Ｔ１４０の空きエリア（ブロック単位）において、空き
エリアのあるセグメントに対し、テキストの始めから半
導体メモリ１８に割り当てた最大ブロック数（Ｈブロッ
ク）をほぼ均等になるように、半導体メモリファイル管
理テーブルＴ１３０，ファイルアドレスソートファイル
管理テーブルＴ１３１を制御して、半導体メモリ１８上
に論理ファイルブロックアドレス空間を割り当てる。

【００９９】〔手続き７−３〕図１８に示す（テキスト
モード）ファイルセレクタ２２内のスクロール契機発生
器３５において、テキスト（ｉ）用スクロール契機検出
器（ｉ）６０のファイル番号ラッチ（ｉ）６１にファイ
ル番号（テキストＰ）を、またテキストブロックアクセ
ス中ラッチ（ｉ）６２に（Ｋ２＋１）ブロック（ホスト
１のアクセスの中心）をセットする。（但し、Ｋ１＋１
＋Ｋ２＝Ｈブロック；Ｋ１，Ｋ２は前記手続き６−１と
同じ）以降、ホスト１がテキスト中のブロックアドレス（Ｋ２
＋１）をアクセスしようとした場合、直接、論理ファイ
ルアドレスでアクセスでき、かつ、スクロール契機は発
生しない。

【０１００】〔処理３−２〕次に、ホスト１がブロック
アドレス｛（Ｋ２＋１）＋２｝ブロックをアクセスしよ
うとした場合、直接、論理ファイルアドレスでアクセス
できる。ところが、スクロール契機発生器３５におい
て、ファイル番号とファイル番号ラッチ（ｉ）６１の内
容が一致し、かつ、前記ファイルのブロックアドレスと
テキストブロックアクセス中心ラッチ（ｉ）６２の内容
が一致しないため、コンペア器６４によってスクロール
契機信号が出力される。また、スクロール契機発生テキ
スト番号ラッチ６５には、テキスト番号とアクセス中心
ページ（ブロック）アドレスから成り、図示されていな
いテキストスクロールテーブルＴ１６１上のどのテキス
トでスクロール契機が発生したかを示すビット情報がセ
ットされ、ファイルアドレスラッチ６６には、前記論理
ファイル上位アドレスがセットされる。ホストメモリコ
ントローラ１９は、前記スクロール契機信号の出力を契
機として下記制御を行なう。

【０１０１】まず、ホストメモリコントローラ１９はフ
ァイルアドレスラッチ６６を参照することでホスト１が
どのテキストのどのブロックアドレスをアクセスしたの
か知る。次に、前記テキストスクロールテーブルＴ１６
１を用いてホスト１が直接、論理ファイルアドレスを用
いてアクセスできるエリアを図１７の状態［１］から状
態［２］へとスクロールする。

【０１０２】つまり、アクセスの中心をブロックアドレ
スの降順に＋２ブロックずらし、ブロックアドレス
｛（Ｋ１＋１）＋２｝を中心としアドレスの昇順方向に
Ｋ１ブロック、及びアドレスの降順方向にＫ２ブロック
までをアクセス範囲とする。また、原則として、各テキ
ストに与えた半導体メモリ１８上のアクセスエリア（物
理アドレス空間）は、論理ブロックアドレス空間に関係
なく固定とする。ゆえに、ホストメモリコントローラ１
９はブロックアドレス｛０｝，｛１｝のブロックデータ
を本体ＤＩＳＫメモリ５に追い返し、前記動作で生じた
空きエリアに本体ＤＩＳＫメモリ５よりブロックアドレ
ス｛Ｈ＋０｝，｛Ｈ＋１｝のブロックデータを転送す
る。

【０１０３】同時に、半導体メモリファイル管理テーブ
ルＴ１３０において、ブロックデータの入替えを行った
半導体メモリ１８のセグメント＆ブロックアドレスに対
応したファイル上位アドレスフィールドに該当するテキ
ストのブロックアドレス｛テキストＰ，ブロックアドレ
ス（Ｈ＋０）｝｛テキストＰ，ブロックアドレス（Ｈ＋
１）｝を上書きする。

【０１０４】また、図１７に示すように、ファイルアド
レスソートファイル管理テーブルＴ１３１において、フ
ァイル上位アドレスフィールドで前記アドレス｛テキス
トＰ，ブロックアドレス０｝｛テキストＰ，ブロックア
ドレス１｝を削除し、｛テキストＰ，ブロックアドレス
（Ｈ＋０）｝｛テキストＰ，ブロックアドレス（Ｈ＋
１）｝をブロックアドレスでソートした状態に成るよう
に追加挿入する。（但し、前記ファイルアドレスソート
ファイル管理テーブルＴ１３１上において、テキストＰ
のファイル管理情報の格納エリアは固定とする。）但し、上記の一実施例では、ホスト１がテキスト内でア
クセスするページを換えるたびにスクロール契機が発生
し、半導体メモリ１８の任意のセグメントと本体ＤＩＳ
Ｋメモリ５との間でデータ転送が行われることになり、
その間、ホスト１は半導体メモリ１８の該当セグメント
をアクセスできなくなる。

【０１０５】そこで、スクロール契機が頻繁に発生する
のを防止するため、ホストメモリコントローラ１９は、
ホスト１のアクセス状況によりスクロールの感度を設定
する。つまり、スクロール契機発生機３５内のコンペア
器６４においてテキストページアドレス（ファイルブロ
ックアドレス）の下位の２⁰,２¹, ２², ２³．．．
ビットを無視する。（コンペアチェックをしない）よっ
て、ホスト１が現在、設定されているテキストのアクセ
ス中心のページから、ページアドレスの両方向で最大
１，３，７，１５．．．ページ（ブロック）分内をアク
セスしてもスクロール契機は発生することはない。

【０１０６】次に前述のような本実施例によるファイル
管理モードにおいて、ホスト１は階層構造化されたファ
イル群に対し、任意のファイル階層属性のファイルをア
クセスすると、次も同じ属性もしくは数段上のファイル
をアクセスする可能性が高いものと仮定し、前記ファイ
ル群を先読みする階層属性先読みモードをサポートす
る。当該先読みモードにおいて、ホストメモリコントロ
ーラ１９は、（１）同じ属性もしくは数段上のファイル
群を１テキストとみなす。（２）半導体メモリ１８に割
り当てる前記テキストの数、容量には限度があるため、
半導体メモリ１８上の物理アドレス空間に制限を設け、
テキストモードと同様のスクロール機能をサポートす
る。すなわち、このスクロール機能とは、図１９に示す
階層属性先読みモードスクロール機能において、本体Ｄ
ＩＳＫメモリ５上の一つ、又は複数の前記テキストにウ
インドウを設け、テキスト内で階層属性［ＨＥＸＡコー
ド］の上下方向にウインドウをスクロールさせ、ウイン
ドウ内のファイルを半導体メモリ１８上で直接、論理フ
ァイルアドレスを用いてアクセスする、機能である。

【０１０７】以上を実現するための一制御方式について
説明する。まず、半導体メモリ１８に割り当てるテキス
トの数，ファイル長（ブロック数）、及び図１９の階層
構造図において先読みするファイルの階層属性の範囲は
図２０に例示されるコマンドにて設定する。

【０１０８】但し、前記テキストは一つ、又は複数の同
じ上位階層属性を持つファイル群より成り、ファイル長
（ブロック数）は固定とする。ゆえに、ホストメモリコ
ントローラ１９はファイルを１ブロックとみなせ、前記
テキストを複数のブロックから成るファイルと全く同じ
にみなせる。

【０１０９】ホストメモリコントローラ１９は、前記コ
マンドより半導体メモリ１８を前記テキストの容量分、
均等に分割するが、ホスト１の前記テキスト内ファイル
のアクセスとＤＩＳＫメモリコントローラ８による本体
ＤＩＳＫメモリ５と半導体メモリ１８とのデータ転送が
同一セグメントで競合するのを防止するため、図１９に
示すごとく半導体メモリ１８の物理アドレス空間を前記
テキストに割当てる容量よりさらに細かく分割し、物理
アドレスの昇順にテキスト（Ａ），テキスト
（Ｂ）．．．．テキスト（Ｘ），テキスト（Ａ），テキ
スト（Ｂ）．．．．テキスト（Ｘ），テキスト
（Ａ）．．のごとく半導体メモリ１８内に分散する様
に、前記各テキストに物理アドレス空間を割り当てる。

【０１１０】但し、本モードで用いるファイルのブロッ
ク数は固定（２ⁿ個）であることより、半導体メモリ１
８に前記テキストの各ファイルの論理アドレス空間を割
り当てるのに、ファイルセレクタ２２のファイルアドレ
スラッチ３０には連続して可能な限りのファイル番号と
ブロックアドレスとの合成値［（ファイル番号）＊２ⁿ＋（ブロックアドレス
［ｉ］）］をセットする。

【０１１１】ホスト１が半導体メモリ１８上にて任意の
ファイルをアクセスしようとして失敗すると、ファイル
セレクタ２２よりアクセスＮＧ信号が出力される。一
方、ホストメモリコントローラ１９は、前記アクセスＮ
Ｇ信号の出力を契機として下記制御を行なう。

【０１１２】〔手続き８−１〕ファイル名称ソート別フ
ァイル管理情報テーブルＴ１１０にて該当するファイル
名称より前記ファイルのファイル階層属性Ｔ１０４をロ
ードし、図２１のテキストスクロールテーブルＴ１６０
に、該当ファイルの属するテキスト構成上位階層属性名
称（ＨＥＸＡ番号）、ファイル名称（前記テキストのウ
インドウのアクセス中心ファイル）、及びその階層属性
をセットする。次に、階層属性ソート別ファイル管理情
報テーブルＴ１２０において、ファイル階層属性でソー
トされた該当ファイルと前後のＫ１，Ｋ２個のファイル
（Ｋ１＋Ｋ２＋１＝各テキスト毎に半導体メモリ１８に
割り当てた最大ファイル数）を本体ＤＩＳＫメモリ５よ
り半導体メモリ１８の指定エリアに物理アドレスの昇順
に転送する。

【０１１３】〔手続き８−２〕以降、ホスト１がアクセ
スに失敗（ファイルセレクタ２２よりアクセスＮＧ信号
が出力される。）したファイルが、ファイル名称ソート
別ファイル管理情報テーブルＴ１１０、及びテキストス
クロールテーブルＴ１６１の参照によって、前記テキス
トに属する（ファイル構成上位階層属性が同一）と判明
した場合、（手続き８−１）と同一方法で本体ＤＩＳＫ
メモリ５より半導体メモリ１８に転送するファイルを決
定するが、既に半導体メモリに論理ファイルアドレス空
間が割当て済みのファイルと割当て済み以外のファイル
の配列が、半導体メモリ１８（リンクメモリと見な
す。）の昇順方向に階層属性ソート別ファイル管理情報
テーブルＴ１２０の配列と同じになるようにする。

【０１１４】〔手続き８−３〕但し、前記のごとくアク
セス失敗によるホスト１のアクセス待ちを防止するた
め、さらに次の制御を行なう。

【０１１５】すなわち、ホストメモリコントローラ１９
は、図２２に示すごとく、ホスト１が（Ａ）部（ウイン
ドウ位置［０］の端部：一例としてファイルＩ，Ｊ）を
アクセスすると、現在、半導体メモリ１８に割り当てた
前記テキストの論理ファイルアドレス空間（ウインドウ
位置［０］）を越えてアクセスする（ホストのアクセス
エリアがテキスト内アドレス［ファイル階層属性］の昇
順、又は降順の方向に移動する。：一例としてファイル
Ｋ，Ｌ）可能性が高くなる。

【０１１６】そこで、図２２に示すウインドウをファイ
ル階層属性（ＨＥＸＡコード）の昇順、又は降順にスク
ロールする（図２２の例では、ウインドウ位置［０］−
−→ウインドウ位置［１］に遷移）。つまり、不要と見
なしたファイル（一例としてファイルＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，
Ｅ）のデータは半導体メモリ１８から本体ＤＩＳＫメモ
リ５に追い返すか消去（半導体メモリファイル管理テー
ブルＴ１３０，ファイルアドレスソートファイル管理テ
ーブルＴ１３１のセグメント管理情報内のデータ書換フ
ィールドが「無」にセットされている場合）し、「ホス
ト１が以降アクセスする」と見なしたファイル（一例と
してファイルＫ，Ｌ，Ｍ，Ｎ，Ｏ）のデータは本体ＤＩ
ＳＫメモリ５から半導体メモリ１８に転送（先読み）す
る。

【０１１７】このスクロール契機は、ファイルセレクタ
２２において各セグメント毎に配置されたファイル先読
み契機発生器３７から得る。

【０１１８】このファイル先読み契機発生器３７は、図
２３に示されるように、半導体メモリ１８の各セグメ
ントの物理ブロックと一対で対応したファイルアドレス
ビットから成り、ホスト１が該当するファイルをアクセ
スしたのを契機として次のファイルの先読み契機信号７
３を出力させる場合、ビット '０’をセットし、そうで
ない場合、ビット '１’をセットする先読み契機情報入
力ラッチ７０、半導体メモリ１８の各セグメントの物
理ブロックと一対で対応したカウンタで、指定ファイル
アクセスカウント許可信号７５が有効で、該当するファ
イルセレクト信号７８が入力され、かつ、該当する先読
み契機情報入力ラッチ７０のビットが有効な（ビット '
０’）場合、カウント値を＋１更新する先読み契機ファ
イルアクセスカウンタ７６、先読みが必要となる所定
のアクセス回数が設定される先読み必要アクセス回数ラ
ッチ７４、半導体メモリ１８の各セグメントの物理ブ
ロックと一対で対応し、先読み必要アクセス回数ラッチ
７４と先読み契機ファイルアクセスカウンタ７６の値を
比較し、両者が一致すると該当するファイルに関する先
読み契機信号７３を出力するコンペア器７７、半導体
メモリ１８の各セグメントの物理ブロックと一対で対応
したビットで構成され、コンペア器７７から出力される
先読み契機信号をラッチする先読み発生ファイル情報ラ
ッチ７２とで構成されている。

【０１１９】なお、ファイル先読み契機発生器３７は半
導体メモリ１８の各セグメント毎に設けられているが、
以下の説明では、簡単のため、特定のファイル先読み契
機発生器３７に着目して説明する。

【０１２０】以下、その制御方法について、図２２およ
び図２３を用いて説明する。

【０１２１】〔手続き９−１〕現在、半導体メモリ１８
上には、本体ＤＩＳＫメモリ５内の論理ファイルアドレ
ス空間（階層属性の昇順にソートされている）に設定し
たテキスト（同じ上位階層属性を持つファイル群）上を
スクロールするウインドウから転送されたファイル
（Ａ，Ｂ，Ｃ，．．Ｉ，Ｊ）のアドレス空間が、均一に
分散して（ｋ個のファイルおき）割り当てられ、ファイ
ルデータがセットされている。ここで、ホスト１がウイ
ンドウ位置［０］の端部（ファイルＡ，Ｂ，Ｉ，Ｊ）を
アクセスすると、以降、ウインドウ位置［０］の端部の
周辺のファイル（Ｙ，Ｚ，Ｋ，Ｌ）をアクセスする可能
性が高いと仮定し、ホスト１が前記ファイル（Ｙ，Ｚ，
Ｋ，Ｌ）のいずれかをアクセスすると、そのファイルを
ウインドウ位置［１］のアクセス中心ファイルとして、
ファイル階層属性の昇順，降順方向にｋ１，ｋ２ファイ
ル分のアドレス空間を、半導体メモリ１８上に以前に割
り当てたファイル（Ａ，Ｂ，．．Ｉ，Ｊ）の物理アドレ
ス空間上に再割当てする。

【０１２２】〔手続き９−２〕そこで、ホスト１がファ
イルＡ，Ｂ，Ｉ，Ｊをアクセスするとファイル先読み契
機を発生さすため、ファイルセレクタ２２内のファイル
先読み契機発生器３７の先読み契機情報入力ラッチ７０
の各ファイルアドレスビットにて、先読み契機ファイル
情報（ＡＤＲ０＋１＊ｋ，ＡＤＲ０＋２＊ｋ，ＡＤＲ０
＋９＊ｋ，ＡＤＲ０＋１０＊ｋのビットのみ '０’をセ
ットし、残りは '１’）をセットする。

【０１２３】以降、ホスト１が半導体メモリ１８上に割
り当てたファイルをアクセスすると、該当するファイル
セレクト信号がセットされ、ファイル先読み契機発生器
３７に取り込まれる。ここで、前記ファイルセレクト信
号が、ファイルＡ，Ｂ，Ｉ，Ｊのいずれかの場合、先読
み契機情報入力ラッチ７０の先読み契機ファイル情報と
論理積が取られ、該当する先読み契機ファイルアクセス
カウンタ７６が＋１更新される。

【０１２４】更に、先読みに必要な回数、前記ファイル
がアクセスされると、先読み必要アクセス回数ラッチ７
４のデータとコンペア器７７で比較され一致すると、先
読み契機が出力されると共に、先読み発生ファイル情報
ラッチ７２の該当するファイルビットに '１’がセット
される。ホストメモリコントローラ１９は、前記先読み
契機信号を検出すると、先読み発生ファイル情報ラッチ
７２よりファイルビットが '１’にセットされたファイ
ルを「ウインドウ位置［１］のアクセス中心となるファ
イル」として、前記（手続き９−１）の制御方法に従
い、ファイルの先読みを行う。

【０１２５】以上により、ホスト１は半導体メモリ１８
上に、前記ファイル群の容量に無関係に、複数のファイ
ル群のファイルが先読みされているものとしてアクセス
することができる。

【０１２６】なお、以上の実施例では、ホスト１が使用
するファイルデータは全てディスク装置１３に格納され
ることを前提にしたが、数百ＭＢや、数ＧＢ以上の拡張
記憶装置（ＲＡＭ）等の記憶媒体であっても構わない。
なぜならば、ホスト１が半導体メモリ１８上でファイル
にアクセスにミスヒットした場合、ホストメモリコント
ローラ１９がディスク装置１３をアクセスするのに、シ
ーク動作や回転待ちなどのメカ動作が発生し、普通、数
十ｍｓｅｃのロスタイムが発生する。そこで、前記事象
を防止するため、ディスク装置１３のファイルデータを
一度、拡張記憶装置に吸い上げ、以降のファイルデータ
の転送は、半導体メモリ１８と前記拡張記憶装置との間
で行い、ホストの処理が終了した後、前記拡張記憶装置
上のファイルデータをディスク装置１３に転送する方法
がある。

【０１２７】

【発明の効果】本願において開示される発明のうち、代
表的なものの概要を簡単に説明すれば、下記のとおりで
ある。

【０１２８】本発明のファイル制御方式によれば、（１）メモリの各セグメントをブロック分割し、前記各
ブロックに各ファイルのファイルブロックアドレス空間
を割り当てることにより、上位装置は、固定、又は可変
なブロック数から成るファイルのアクセスに関し、前記
メモリ上のファイルデータを物理アドレスを意識するこ
となく、前記メモリに対し、論理ファイルアドレスをア
ドレスバス上に出力することで、直接ファイルデータを
アクセスすることができる。

【０１２９】（２）前記メモリ上に、複数のファイルの
アドレス空間を割り当てるのに、指定エリア内に、１つ
のファイル内の全てのブロックのブロックアドレス空間
を割り当てることができない場合、前記ファイル内での
上位装置のアクセス状態に応じて、上位装置のアクセス
中のブロックに対しファイル内ブロックアドレスの昇
順、又は降順方向に一定量のブロックのブロックアドレ
ス空間、又は、上位装置がアクセスする可能性の高い前
記ファイルのブロックアドレス空間（一つ／複数）を前
記メモリに割当てることにより、上位装置は、前記メモ
リ上に、前記ファイルの全てのブロックデータがブロッ
クアドレスの昇順に連続して格納されているかのように
扱える。

【０１３０】（３）記憶媒体内のファイルデータを階層
構造化したファイル群に対し、最下位属性（実在ファイ
ル）に階層属性を与え、ファイル群全体を階層構造別に
ソートし、更にファイル内をファイルブロックアドレス
でソートし、階層先読みモードを指定することで、上位
装置が任意の属性のファイルデータを前記メモリ上でア
クセスすると、上位装置は次も同じ属性、もしくは、数
段上の階層属性のファイルをアクセスするものと仮定
し、前記階層属性のファイル群を前記メモリに先読み
し、また、前記ファイル群の全てのファイルを前記指定
エリアに転送できない場合、上位装置のアクセス状況に
応じ、上位装置のアクセス中のファイルに対し、前記フ
ァイルの階層属性の昇順、又は降順方向に一定量のファ
イルのファイルアドレス空間、又は、以降アクセスする
可能性の高いファイルのファイルアドレス空間（一つ／
複数）を前記メモリに割当てることにより、上位装置
は、前記メモリ上に、前記ファイル群の全てのファイル
データが前記階層属性（ＨＥＸＡコード）の昇順に連続
して格納されているかのように扱え、更に、前記ソート
により前記記憶媒体と前記メモリとのデータ転送が最短
時間で実行が可能となる。

【０１３１】この結果、上位装置による記憶媒体のファ
イルへのアクセス時間が短縮され、上位装置における情
報処理の効率が確実に向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例であるファイル制御方式が実
施されるＤＩＳＫメモリ装置の一例を示すブロック図で
ある。

【図２】ＤＩＳＫメモリファイル管理情報の一例を示す
説明図である。

【図３】ＤＩＳＫメモリ格納ファイル階層構造図の一例
を示す説明図である。

【図４】ＤＩＳＫメモリ装置におけるファイル格納状態
の一例を示す説明図である。

【図５】ファイル階層属性によるソート手順の一例を示
す説明図である。

【図６】ファイル階層属性によるファイル管理情報テー
ブル、及び、ファイルデータのソートの一例を示すフロ
ーチャートである。

【図７】論理ファイルアドレス−−→半導体メモリ物理
アドレス変換方式の一例を示す説明図である。

【図８】ファイルセレクタの一例を示すブロック図であ
る。

【図９】（ａ）および（ｂ）は、半導体メモリファイル
管理情報テーブルおよびファイルアドレスソートファイ
ル管理テーブルの一例を示す説明図である。

【図１０】半導体メモリ空きエリアテーブルの一例を示
す説明図である。

【図１１】ＤＩＳＫ追い出し要因ファイルテーブルの一
例を示す説明図である。

【図１２】ファイルデータのデータ転送及びファイルア
ドレス空間の割当ての一例を示すフローチャートであ
る。

【図１３】ホストによるＤＩＳＫメモリ装置のアクセス
状況の一例を示す説明図である。

【図１４】テキストファイルデータの一例を示す説明図
である。

【図１５】テキスト管理情報テーブルの一例を示す説明
図である。

【図１６】ファイルデータＷＲＩＴＥ（データ圧縮）コ
マンドの一例を示す説明図である。

【図１７】テキストモードスクロール機能の一例を示す
説明図である。

【図１８】テキストモードにおけるスクロール契機発生
器の一例を示すブロック図である。

【図１９】階層属性先読みモードスクロール機能の一例
を示す説明図である。

【図２０】階層属性先読みモード設定コマンドの一例を
示す説明図である。

【図２１】階層属性先読みモードにおけるテキストスク
ロールテーブルの一例を示す説明図である。

【図２２】テキス内でのホストの先読み処理（スクロー
ル機能）の一例を示す説明図である。

【図２３】ファイル先読み契機発生器の一例を示すブロ
ック図である。

【図２４】従来技術におけるホストコンピュータのファ
イルアクセスの一例を示す説明図である。

【符号の説明】

１ホスト１ａ演算ユニット２ホストコンピュータ内部バス３メモリ装置４ＤＩＳＫメモリ内部インターフェイスバス５本体ＤＩＳＫメモリ８ＤＩＳＫメモリコントローラ１３ディスク装置（記憶媒体）１７インターフェイス制御メモリ１８半導体メモリ１９ホストメモリコントローラ２１ホストメモリコントローラ内部バス２２ファイルセレクタ３０ファイルアドレスラッチ３１コンペア器３２半導体メモリブロックアドレス発生器３４アクセス回数検出器３５スクロール契機発生器３６アクセスＮＧファイルアドレスラッチ３７ファイル先読み契機発生器３８論理／物理アドレス変換器６０スクロール契機検出器６１ファイル番号ラッチ６２テキストブロックアクセス中ラッチ６３ファイルアクセス検出器６４コンペア器６５スクロール契機発生テキスト番号ラッチ６６ファイルアドレスラッチ７０先読み契機情報入力ラッチ７２先読み発生ファイル情報ラッチ７３先読み契機信号７４先読み必要アクセス回数ラッチ７５指定ファイルアクセスカウント許可信号７６先読み契機ファイルアクセスカウンタ７７コンペア器７８ファイルセレクト信号Ｔ１００ファイル管理情報Ｔ１０１ファイル名称Ｔ１０２ＤＩＳＫメモリＦＢＡＴ１０３ブロック数Ｔ１０４ファイル階層属性Ｔ１１０ファイル名称ソート別ファイル管理情報テー
ブルＴ１２０階層属性ソート別ファイル管理情報テーブルＴ１３０半導体メモリファイル管理テーブルＴ１３１ファイルアドレスソートファイル管理情報テ
ーブルＴ１４０半導体メモリ空きエリアテーブルＴ１４５ＤＩＳＫ追い出し要因ファイルテーブルＴ１５０テキスト管理情報テーブルＴ１６０テキストスクロールテーブル

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】プログラムの実行とデータ処理等を行う
演算ユニット及びセグメント分割されたメモリを持つ上
位装置と、この上位装置に接続され、ファイルデータが
格納される記憶媒体とからなる情報処理装置において、
前記上位装置は前記メモリ上で固定または可変なブロッ
ク数からなる前記ファイルデータをアクセスし、前記記
憶媒体と前記メモリとの間で随時前記ファイルデータの
転送を行なうファイル制御方式であって、（１）前記記憶媒体と前記メモリとの間には前記ファイ
ルデータの転送処理を遂行するファイル制御手段が介設
され、（２）前記ファイル制御手段は、ブロック分割されたフ
ァイル内のブロックデータを、ファイル名称、又はファ
イル名称に対応付けられたファイル番号と、当該ファイ
ル内の相対アドレスとを用いてアクセスすることのでき
るブロックアドレス空間を前記メモリの各セグメントを
ブロック分割した各ブロックに対して割り当てる第１の
制御手段と、（３）前記メモリ内に割り当てた前記ファイルのブロッ
クアドレス空間の集合体であるファイルアドレス空間
を、（Ａ）ファイル番号とファイル内アドレス（Ｐビット構
成）の合成値［（ファイル番号）＊２^P＋（ファイル内アドレス）
］、又は、（Ｂ）ファイル番号とファイル内ブロックアドレス（Ｑ
１ビット構成）とファイルブロック内アドレス（Ｑ２ビ
ット構成）の合成値［（ファイル番号）＊２^Q1+Q2＋（ファイル内ブロッ
クアドレス）＊２^Q2＋ファイルブロック内アドレス］であるファイルアドレスを用いて直接アクセスする第２
の制御手段を有することを特徴とするファイル制御方
式。
【請求項２】前記メモリに一つ又は複数の前記ファイ
ルアドレス空間を割り当て、前記メモリ指定エリア内に
ファイル内の全てのブロックアドレス空間を割り当てる
ことができない場合、ファイルの先頭から可能な限りの
ブロックアドレス空間、又は、前記上位装置が前記ファ
イル内でアクセスする可能性の高い一つ、又は、複数の
ブロックのブロックアドレス空間を前記メモリ指定エリ
ア内に割り当て、前記上位装置が前記ファイルを前記メ
モリ上でアクセスする際に、アクセスされるブロックの
遷移に応じて前記ブロックのブロックアドレスの昇順、
又は降順方向に一定量のブロックのブロックアドレス空
間、又は、以降アクセスする可能性の高い一つ、又は、
複数のブロックのブロックアドレス空間を前記メモリ指
定エリア内に割り当てる第３の制御手段を有することを
特徴とする請求項１記載のファイル制御方式。
【請求項３】前記記憶媒体内のファイルデータを階層
構造化したファイル群に対し、最下位属性を有する実在
ファイルに階層属性を与え、ファイル群全体を階層構造
別にソートし、更にファイル内をファイル内ブロックア
ドレスでソートし、前記上位装置が任意の属性のファイ
ルデータを前記メモリ上でアクセスすると、前記上位装
置は次も同じ属性、もしくは、数段上の階層属性のファ
イルをアクセスするものと仮定し、前記メモリにファイ
ルアドレス空間を割当てるとともに必要に応じ前記階層
属性のファイル群を前記記憶媒体から当該メモリに転送
する先読み動作を行う第４の制御手段と、前記メモリに
一つ又は複数の「同じ階層属性もしくは数段上の階層属
性を持つファイル群」のファイルアドレス空間を割り当
てるのに、前記メモリの指定エリア内に前記ファイル群
内の全てのファイルのファイルアドレス空間を割り当て
ることができない場合、階層属性に従いソートされた状
態で前記ファイル群に対し、ファイル群の先頭から可能
な限りのファイルのファイルアドレス空間、又は、前記
上位装置が前記ファイル群内でアクセスする可能性の高
い一つ、又は、複数のファイルのファイルアドレス空間
を前記メモリの指定エリア内に割り当て、前記上位装置
が前記ファイル群を前記メモリ上でアクセスする際に、
当該ファイルの遷移に応じて前記ファイルの階層属性の
昇順、及び降順方向に一定量のファイルのファイルアド
レス空間、又は、以降アクセスする可能性の高い一つ、
又は、複数のファイルのファイルアドレス空間を前記メ
モリ指定エリア内に割り当てる第５の制御手段を有する
ことを特徴とする請求項１または２記載のファイル制御
方式。