JPH06103140A - ファイルディレクトリ検索システム - Google Patents
ファイルディレクトリ検索システムInfo
- Publication number
- JPH06103140A JPH06103140A JP4249356A JP24935692A JPH06103140A JP H06103140 A JPH06103140 A JP H06103140A JP 4249356 A JP4249356 A JP 4249356A JP 24935692 A JP24935692 A JP 24935692A JP H06103140 A JPH06103140 A JP H06103140A
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- JP
- Japan
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- directory
- management table
- item
- cell
- synonym
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 多階層ファイルシステムにおいて、ディレク
トリの検索処理速度を向上させる。 【構成】 多階層ファイルシステムにおけるディレクト
リ検索処理方式において、各ファイルについてのディレ
クトリ項目を集中せしめた集中管理テーブル１２を具備
する管理テーブル１１と、与えられたファイル名と、上
記集中管理テーブル１２から読出されたディレクトリ項
目内の記載ファイル名との一致を検出し、その一致が検
出されたとき当該ディレクトリ項目内に記載されている
アドレスで上記集中管理テーブル１２をアクセスし、次
のディレクトリ項目を読出してそのディレクトリ項目内
のファイル名と与えられたファイル名との一致を検出し
てゆく検索処理手段１５とを備え構成される。
トリの検索処理速度を向上させる。 【構成】 多階層ファイルシステムにおけるディレクト
リ検索処理方式において、各ファイルについてのディレ
クトリ項目を集中せしめた集中管理テーブル１２を具備
する管理テーブル１１と、与えられたファイル名と、上
記集中管理テーブル１２から読出されたディレクトリ項
目内の記載ファイル名との一致を検出し、その一致が検
出されたとき当該ディレクトリ項目内に記載されている
アドレスで上記集中管理テーブル１２をアクセスし、次
のディレクトリ項目を読出してそのディレクトリ項目内
のファイル名と与えられたファイル名との一致を検出し
てゆく検索処理手段１５とを備え構成される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ファイルディレクトリ
検索システム、特にディレクトリの高速検索を可能なら
しめるようにしたファイルディレクトリ格納構造及びそ
の検索処理に関するものである。
検索システム、特にディレクトリの高速検索を可能なら
しめるようにしたファイルディレクトリ格納構造及びそ
の検索処理に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来の多階層ファイルシステムにおいて
は、図７に示されている如くファイルの所在を検索する
ためのディレクトリが、ディスク１上に木構造で分散し
て格納されている。そのため、目的とするファイルを検
索するには、ルートディレクトリ２を読出してその中か
らＡという項目を見つけ出し、当該Ａの項目に記載され
ているアドレスを基にＡのディレクトリ３を読出す。そ
してその中からＢという項目を見つけ出し、同様にして
Ｂのディレクトリ４を読出す。その中からＣという項目
を見つけ出し、Ｃのディレクトリ５を読出す。当該Ｃの
ディレクトリ５には目的とするファイルの情報が記載さ
れているので、その確認を行った後そのアドレスを基に
ディスク１をアクセスし、目的とするファイルに到達す
るという検索構造となっていた。
は、図７に示されている如くファイルの所在を検索する
ためのディレクトリが、ディスク１上に木構造で分散し
て格納されている。そのため、目的とするファイルを検
索するには、ルートディレクトリ２を読出してその中か
らＡという項目を見つけ出し、当該Ａの項目に記載され
ているアドレスを基にＡのディレクトリ３を読出す。そ
してその中からＢという項目を見つけ出し、同様にして
Ｂのディレクトリ４を読出す。その中からＣという項目
を見つけ出し、Ｃのディレクトリ５を読出す。当該Ｃの
ディレクトリ５には目的とするファイルの情報が記載さ
れているので、その確認を行った後そのアドレスを基に
ディスク１をアクセスし、目的とするファイルに到達す
るという検索構造となっていた。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】図７で示される様に、
目的とするファイルの検索に当たって木構造を一階層ず
つ探索してゆく従来のディレクトリ検索方法では、Ｎ階
層下にあるファイルを検索するためにはＮ下位の検索処
理、すなわちディレクトリファイルのＮ下位の読出しと
当該ディレクトリファイルが、物理的に散在することに
基づく検索時間、つまりシーク時間が多くなり、深い階
層のファイルディレクトリ検索に時間がかかりすぎる欠
点があった。
目的とするファイルの検索に当たって木構造を一階層ず
つ探索してゆく従来のディレクトリ検索方法では、Ｎ階
層下にあるファイルを検索するためにはＮ下位の検索処
理、すなわちディレクトリファイルのＮ下位の読出しと
当該ディレクトリファイルが、物理的に散在することに
基づく検索時間、つまりシーク時間が多くなり、深い階
層のファイルディレクトリ検索に時間がかかりすぎる欠
点があった。
【０００４】本発明は、上記の欠点を解決することを目
的としており、ファイルのディレクトリ項目を物理的に
集中させた集中管理テーブルを設けて検索処理速度を向
上させると共に、当該集中管理テーブルと木構造で分散
配置されたディレクトリ単位の所在管理テーブルとを同
一論理区画に設けてディレクトリ情報の二重保持による
信頼性を向上させ、さらに当該集中管理テーブルをディ
レクトリ項目毎に分割した方式にして複数アクセスの応
答性が良好となるファイルディレクトリ検索システムを
提供することを目的としている。
的としており、ファイルのディレクトリ項目を物理的に
集中させた集中管理テーブルを設けて検索処理速度を向
上させると共に、当該集中管理テーブルと木構造で分散
配置されたディレクトリ単位の所在管理テーブルとを同
一論理区画に設けてディレクトリ情報の二重保持による
信頼性を向上させ、さらに当該集中管理テーブルをディ
レクトリ項目毎に分割した方式にして複数アクセスの応
答性が良好となるファイルディレクトリ検索システムを
提供することを目的としている。
【０００５】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理構成
説明図である。同図において、１はディスクであり、磁
気ディスク或いは光ディスクが用いられ、当該ディスク
１に後程説明するディレクトリ項目が集中配置された集
中管理テーブルとディレクトリ項目が木構造で分散配置
されたディレクトリ単位の所在管理テーブルとの二重化
された情報を保持しているもの、２はルートディレクト
リ、３ないし６はディレクトリであり、ルートディレク
トリ２及びディレクトリ３ないし６で、上記木構造で分
散配置されたディレクトリ単位の所在管理テーブルを構
成するもの、１０は処理装置であり、ファイルディレク
トリ検索を行うもの、１１は管理テーブルであり、次に
説明する集中管理テーブル及びロックテーブルをまとめ
て表現したもの、１２は集中管理テーブルであり、各フ
ァイルについてのディレクトリ項目をディスク１上で物
理的に集中させると共に、項目がハッシュ管理されたテ
ーブルで、セル単位のブロックで分割され、当該セルは
基本域とシノニム域とをそれぞれ有し、シノニム域には
デッドロックの発生率を少なくする配置法でデータが登
録されており、かつセルは処理装置１０から多重アクセ
スされ得るように構成されているもの、１３はメモリ上
に存在するロックテーブルであり、集中管理テーブル全
体及び各セル対応でロックさせるセルロックワードを格
納するもの、１４は集中管理テーブル上のディレクトリ
単位の所在管理テーブルであり、ディレクトリを検索す
るに必要な情報、例えばファイル名、親ディレクトリの
ディスク１上のアドレス、シノニムリンクアドレス、当
集中管理テーブル項目１４のディスク１上のアドレス等
が記載されているもの、１５は検索処理手段であり、Ｃ
ＰＵであってハッシュ処理を行い、与えられたファイル
名と、上記所在管理テーブル１４から読出したディレク
トリ項目内の記載ファイル名との一致を検出し、当該デ
ィレクトリ項目内に記載されているアドレスで上記集中
管理テーブル１２をアクセスし、次のディレクトリ項目
を読出してそのディレクトリ項目内のファイル名と与え
られたファイル名との一致を検出して目的とするファイ
ルの位置を検索してゆくものである。
説明図である。同図において、１はディスクであり、磁
気ディスク或いは光ディスクが用いられ、当該ディスク
１に後程説明するディレクトリ項目が集中配置された集
中管理テーブルとディレクトリ項目が木構造で分散配置
されたディレクトリ単位の所在管理テーブルとの二重化
された情報を保持しているもの、２はルートディレクト
リ、３ないし６はディレクトリであり、ルートディレク
トリ２及びディレクトリ３ないし６で、上記木構造で分
散配置されたディレクトリ単位の所在管理テーブルを構
成するもの、１０は処理装置であり、ファイルディレク
トリ検索を行うもの、１１は管理テーブルであり、次に
説明する集中管理テーブル及びロックテーブルをまとめ
て表現したもの、１２は集中管理テーブルであり、各フ
ァイルについてのディレクトリ項目をディスク１上で物
理的に集中させると共に、項目がハッシュ管理されたテ
ーブルで、セル単位のブロックで分割され、当該セルは
基本域とシノニム域とをそれぞれ有し、シノニム域には
デッドロックの発生率を少なくする配置法でデータが登
録されており、かつセルは処理装置１０から多重アクセ
スされ得るように構成されているもの、１３はメモリ上
に存在するロックテーブルであり、集中管理テーブル全
体及び各セル対応でロックさせるセルロックワードを格
納するもの、１４は集中管理テーブル上のディレクトリ
単位の所在管理テーブルであり、ディレクトリを検索す
るに必要な情報、例えばファイル名、親ディレクトリの
ディスク１上のアドレス、シノニムリンクアドレス、当
集中管理テーブル項目１４のディスク１上のアドレス等
が記載されているもの、１５は検索処理手段であり、Ｃ
ＰＵであってハッシュ処理を行い、与えられたファイル
名と、上記所在管理テーブル１４から読出したディレク
トリ項目内の記載ファイル名との一致を検出し、当該デ
ィレクトリ項目内に記載されているアドレスで上記集中
管理テーブル１２をアクセスし、次のディレクトリ項目
を読出してそのディレクトリ項目内のファイル名と与え
られたファイル名との一致を検出して目的とするファイ
ルの位置を検索してゆくものである。
【０００６】
【作用】ディレクトリ検索の際の検索処理手段１５は、
物理的に集中配置された集中管理テーブル１２をアクセ
スし、かつディレクトリアクセスのための管理領域読出
し操作を行わないので、一階層当りの検索処理速度が向
上する。
物理的に集中配置された集中管理テーブル１２をアクセ
スし、かつディレクトリアクセスのための管理領域読出
し操作を行わないので、一階層当りの検索処理速度が向
上する。
【０００７】集中管理テーブル１２はそれぞれセル単位
でアクセスできるようになっているので、処理装置１０
からの多重アクセス時の他のジョブのロックによる待ち
合わせ状況が少なくなる。また集中管理テーブル１２の
テーブル項目をハッシュ管理しているので、項目検索時
間が短くなり、従って上記ロックの期間が短くてすむ。
でアクセスできるようになっているので、処理装置１０
からの多重アクセス時の他のジョブのロックによる待ち
合わせ状況が少なくなる。また集中管理テーブル１２の
テーブル項目をハッシュ管理しているので、項目検索時
間が短くなり、従って上記ロックの期間が短くてすむ。
【０００８】ディスク１は、ディレクトリ項目が集中配
置された集中管理テーブル１２と、木構造で分散配置さ
れたディレクトリ単位の所在管理テーブルとの二重保持
方式となっているので、一方の管理テーブルの情報が破
壊されても処理装置１０は他方の管理テーブルを検索し
参照することにより、容易にその情報を復元させること
ができる。
置された集中管理テーブル１２と、木構造で分散配置さ
れたディレクトリ単位の所在管理テーブルとの二重保持
方式となっているので、一方の管理テーブルの情報が破
壊されても処理装置１０は他方の管理テーブルを検索し
参照することにより、容易にその情報を復元させること
ができる。
【０００９】
【実施例】図２は本発明が用いられているファイルシス
テムの一実施例構成を示している。
テムの一実施例構成を示している。
【００１０】同図において、１，１１ないし１３は図１
のものに対応している。集中管理テーブル１２は、図２
ではセルが１０個の場合が示されており、説明上セル１
にはＡのディレクトリ項目が格納され、セル４にはＣの
ディレクトリ項目が格納され、セル８にはＢのディレク
トリ項目が格納されているものとする。
のものに対応している。集中管理テーブル１２は、図２
ではセルが１０個の場合が示されており、説明上セル１
にはＡのディレクトリ項目が格納され、セル４にはＣの
ディレクトリ項目が格納され、セル８にはＢのディレク
トリ項目が格納されているものとする。
【００１１】集中管理テーブル１２の各セルに格納され
るディレクトリ項目のテーブル項目（ＴＥＭＢ項目）
は、例えば図３に示された構成が用いられている。例え
ば、セル８に格納されているＢのディレクトリ項目につ
いて説明すると、ファイル名長には当該Ｂのディレクト
リのファイルの長さが登録されており、ファイル名に
は、当該Ｂのディレクトリのファイルの名前が１４文字
以下のときには、そのファイルの名前Ｂが登録されてい
る。親ディレクトリのディスク上のアドレスには、当該
Ｂのディレクトリの親ディレクトリであるＡのディレク
トリの先頭アドレスＡｄａが登録されており、シノニム
リンクアドレスにはシノニムが発生しているときそのシ
ノニムのアドレスが登録されている。当ファイルのディ
スク上のアドレスには当ファイル、すなわちファイルＢ
のディスク上の先頭アドレスＡｄｂが登録されており、
当ＴＥＭＢ項目に相当するディレクトリ項目ポインタに
は、当該ＴＥＭＢ項目、すなわちセル８に格納されてい
るＢのディレクトリ項目についての上記アドレスＡｄａ
からどの位置にあるかを表わす相対位置アドレスが登録
されている。
るディレクトリ項目のテーブル項目（ＴＥＭＢ項目）
は、例えば図３に示された構成が用いられている。例え
ば、セル８に格納されているＢのディレクトリ項目につ
いて説明すると、ファイル名長には当該Ｂのディレクト
リのファイルの長さが登録されており、ファイル名に
は、当該Ｂのディレクトリのファイルの名前が１４文字
以下のときには、そのファイルの名前Ｂが登録されてい
る。親ディレクトリのディスク上のアドレスには、当該
Ｂのディレクトリの親ディレクトリであるＡのディレク
トリの先頭アドレスＡｄａが登録されており、シノニム
リンクアドレスにはシノニムが発生しているときそのシ
ノニムのアドレスが登録されている。当ファイルのディ
スク上のアドレスには当ファイル、すなわちファイルＢ
のディスク上の先頭アドレスＡｄｂが登録されており、
当ＴＥＭＢ項目に相当するディレクトリ項目ポインタに
は、当該ＴＥＭＢ項目、すなわちセル８に格納されてい
るＢのディレクトリ項目についての上記アドレスＡｄａ
からどの位置にあるかを表わす相対位置アドレスが登録
されている。
【００１２】図２のディスクをアクセスする検索処理で
は、次の様なフローで処理される。 ステップ１：パス名からファイル名を取出す。 ・ファイル名が存在しなければ検索終了 ・ファイル名が存在すればステップ２へ ステップ２：ファイル名をＴＥＭＢ（集中管理テーブル
１２）中の項目アドレスに変換（ハッシュ処理） ステップ３：項目を含むＴＥＭＢブロックをディスクか
ら読込む（位置は静的に固定） ステップ４：項目の検証（ハッシュ処理によるシノニム
リンクが発生するため） 検査対象：親ディレクトリのディスク上アドレス、目的
ファイルのディスク上アドレス、名前長、名前（１４文
字） ステップ４−１：名前長が１４以下の場合、ＴＥＭＢ候
補項目について指定ファイル名検査 ステップ４−２：名前長が１４超の場合、ＴＥＭＢ候補
項目について以下の処理を行う ステップ４−２−１：ＴＥＭＢ項目中のディレクトリ項
目ポインタを基に、ディレクトリファイルからディレク
トリ項目を読込む ステップ４−２−２：読込んだディレクトリ項目を基に
指定ファイル名の検査を行う（ディレクトリ項目は、フ
ァイル名は２５５文字まで格納される） ステップ５：一致する項目が存在したか？ ・存在しないとき、検索終了 ・存在したとき、項目から必要な情報を取出して次のフ
ァイルの検査へ、すなわちステップ１へ 上記説明から明らかな様に、ファイル名が１４文字以下
の場合には、ディレクトリファイルの項目を読込むこと
がないので高速検索処理が行える。従ってＴＥＭＢ項目
でファイル名を２５５文字まで持つようにすれば、常に
高速検索処理が可能となるが、ファイル名長の使用頻度
とディスク資源節約の兼合いから、本発明ではファイル
名が１４文字以下としている。ファイル名が１４文字を
超えるときはディレクトリファイルの項目を読込むの
で、検索性能は従来の多階層ファイルシステムの場合と
同様となる。
は、次の様なフローで処理される。 ステップ１：パス名からファイル名を取出す。 ・ファイル名が存在しなければ検索終了 ・ファイル名が存在すればステップ２へ ステップ２：ファイル名をＴＥＭＢ（集中管理テーブル
１２）中の項目アドレスに変換（ハッシュ処理） ステップ３：項目を含むＴＥＭＢブロックをディスクか
ら読込む（位置は静的に固定） ステップ４：項目の検証（ハッシュ処理によるシノニム
リンクが発生するため） 検査対象：親ディレクトリのディスク上アドレス、目的
ファイルのディスク上アドレス、名前長、名前（１４文
字） ステップ４−１：名前長が１４以下の場合、ＴＥＭＢ候
補項目について指定ファイル名検査 ステップ４−２：名前長が１４超の場合、ＴＥＭＢ候補
項目について以下の処理を行う ステップ４−２−１：ＴＥＭＢ項目中のディレクトリ項
目ポインタを基に、ディレクトリファイルからディレク
トリ項目を読込む ステップ４−２−２：読込んだディレクトリ項目を基に
指定ファイル名の検査を行う（ディレクトリ項目は、フ
ァイル名は２５５文字まで格納される） ステップ５：一致する項目が存在したか？ ・存在しないとき、検索終了 ・存在したとき、項目から必要な情報を取出して次のフ
ァイルの検査へ、すなわちステップ１へ 上記説明から明らかな様に、ファイル名が１４文字以下
の場合には、ディレクトリファイルの項目を読込むこと
がないので高速検索処理が行える。従ってＴＥＭＢ項目
でファイル名を２５５文字まで持つようにすれば、常に
高速検索処理が可能となるが、ファイル名長の使用頻度
とディスク資源節約の兼合いから、本発明ではファイル
名が１４文字以下としている。ファイル名が１４文字を
超えるときはディレクトリファイルの項目を読込むの
で、検索性能は従来の多階層ファイルシステムの場合と
同様となる。
【００１３】図４は管理テーブルの一実施例構成を示し
ており、１２，１３は図１のものに対応している。集中
管理テーブル１２は全体をハッシュ処理によって管理さ
れており、かつ上記説明の如くセルという単位で分割さ
れている。各セルは基本域とシノニム域に別れている。
基本域、シノニム域の項目数は、それぞれエントリ数分
確保され、全体としてエントリ数×２の項目数を備えて
いる。
ており、１２，１３は図１のものに対応している。集中
管理テーブル１２は全体をハッシュ処理によって管理さ
れており、かつ上記説明の如くセルという単位で分割さ
れている。各セルは基本域とシノニム域に別れている。
基本域、シノニム域の項目数は、それぞれエントリ数分
確保され、全体としてエントリ数×２の項目数を備えて
いる。
【００１４】当該基本域はハッシュ処理でシノニムが発
生しなかった項目を登録し、シノニム域はハッシュ処理
でのシノニム項目を登録する。シノニム項目の登録は、 シノニムが発生した項目と同一セルのシノニム域に空
きを探して登録する。 同一のセルのシノニム域に空きがない場合は、アドレ
スが上位の次のセルのシノニム域に空きを探して登録す
る。空きが見つかるまでこの操作を繰返す。 最終＃Ｎセルのシノニム域に空きがない場合には、先
頭の＃１セルのシノニム域に空き項目を探して登録す
る。の順で登録する。
生しなかった項目を登録し、シノニム域はハッシュ処理
でのシノニム項目を登録する。シノニム項目の登録は、 シノニムが発生した項目と同一セルのシノニム域に空
きを探して登録する。 同一のセルのシノニム域に空きがない場合は、アドレ
スが上位の次のセルのシノニム域に空きを探して登録す
る。空きが見つかるまでこの操作を繰返す。 最終＃Ｎセルのシノニム域に空きがない場合には、先
頭の＃１セルのシノニム域に空き項目を探して登録す
る。の順で登録する。
【００１５】この様な登録配置法を用いることで、集中
管理テーブル１２のテーブル分割及びハッシュ管理構成
によって派生してくる、多重アクセスの際のデッドロッ
ク問題について、可能な限りその発生確立が低くなるよ
うにしている。
管理テーブル１２のテーブル分割及びハッシュ管理構成
によって派生してくる、多重アクセスの際のデッドロッ
ク問題について、可能な限りその発生確立が低くなるよ
うにしている。
【００１６】一方、ロックテーブル１３は集中管理テー
ブル１２の全体をロックさせる全体ロックワード及び各
セル対応毎にそれぞれロックさせるセルロックワードと
を備えている。
ブル１２の全体をロックさせる全体ロックワード及び各
セル対応毎にそれぞれロックさせるセルロックワードと
を備えている。
【００１７】集中管理テーブル１２のテーブル分割とハ
ッシュ処理を行うと、シノニム項目の発生により、２つ
のセルを同時に更新する必要がある場合が生じる。図５
は同一ハッシュ値を持つ項目が２つのセルに分かれてい
る場合のデッドロックの発生する一実施例状況説明図を
示している。
ッシュ処理を行うと、シノニム項目の発生により、２つ
のセルを同時に更新する必要がある場合が生じる。図５
は同一ハッシュ値を持つ項目が２つのセルに分かれてい
る場合のデッドロックの発生する一実施例状況説明図を
示している。
【００１８】同図のデッドロックの発生状況を説明する
と、ジョブＡは項目ａｓを削除する、すなわち項目ａｓ
をクリアして項目ａｆのシノニムを修正、ジョブＢは項
目ｂｓを削除する、すなわち項目ｂｓをクリアして項目
ｂｆのシノニムリンクを修正する場合であり、ジョブＡ
はセルＩを獲得済みでセルＪの獲得要求中、ジョブＢは
セルＪ獲得済みでセルＩの獲得要求中である。
と、ジョブＡは項目ａｓを削除する、すなわち項目ａｓ
をクリアして項目ａｆのシノニムを修正、ジョブＢは項
目ｂｓを削除する、すなわち項目ｂｓをクリアして項目
ｂｆのシノニムリンクを修正する場合であり、ジョブＡ
はセルＩを獲得済みでセルＪの獲得要求中、ジョブＢは
セルＪ獲得済みでセルＩの獲得要求中である。
【００１９】なお、同図において、セルＩのアドレス＜
セルＪのアドレス、矢印はシノニムリンクを表わしてい
る。一般にデッドロック発生の必要条件として、前獲得
セル番号＞後獲得セル番号のときのみであり、実運用的
に考えればその発生頻度は少ないと予想できる。また、
デッドロックの監視／回収処理を行わなければならない
状況が特定できる。例えば上記の例では、ジョブＢの要
求をもってデッドロック発生の可能性ありと判断する。
セルＪのアドレス、矢印はシノニムリンクを表わしてい
る。一般にデッドロック発生の必要条件として、前獲得
セル番号＞後獲得セル番号のときのみであり、実運用的
に考えればその発生頻度は少ないと予想できる。また、
デッドロックの監視／回収処理を行わなければならない
状況が特定できる。例えば上記の例では、ジョブＢの要
求をもってデッドロック発生の可能性ありと判断する。
【００２０】次に、セルに登録されている項目を削除す
るために検索処理を行う過程の一実施例フローを説明す
る。今、ＩＡを項目のアドレス、Ｓ１をＩＡが属するセ
ルのセル番号、Ｓ２をセルＳ１を獲得する直前に獲得し
ていたセルのセル番号とする。 ステップ１：ハッシュ処理により項目のアドレスをＩＡ
に、それが属するセル番号をＳ１に設定する。またＳ２
を初期化しておく。 ステップ２：全体ロックワードを獲得する。 ステップ３：全体ロックワードからセルＳ１のロックワ
ード獲得に切換える。 ステップ４：ディスクから必要情報を読込み、セルＳ１
を作成する。 ステップ５：ＩＡに格納されている項目が目的項目なら
ば検索終了。 ステップ６：ＩＡに格納されている項目がシノニム項目
のとき、 ステップ６−１：シノニム先が同一セルなら、 ステップ６−１−１：ＩＡの値を置き換えてステップ５
へ。
るために検索処理を行う過程の一実施例フローを説明す
る。今、ＩＡを項目のアドレス、Ｓ１をＩＡが属するセ
ルのセル番号、Ｓ２をセルＳ１を獲得する直前に獲得し
ていたセルのセル番号とする。 ステップ１：ハッシュ処理により項目のアドレスをＩＡ
に、それが属するセル番号をＳ１に設定する。またＳ２
を初期化しておく。 ステップ２：全体ロックワードを獲得する。 ステップ３：全体ロックワードからセルＳ１のロックワ
ード獲得に切換える。 ステップ４：ディスクから必要情報を読込み、セルＳ１
を作成する。 ステップ５：ＩＡに格納されている項目が目的項目なら
ば検索終了。 ステップ６：ＩＡに格納されている項目がシノニム項目
のとき、 ステップ６−１：シノニム先が同一セルなら、 ステップ６−１−１：ＩＡの値を置き換えてステップ５
へ。
【００２１】ステップ６−２：シノニム先が自セルより
アドレスが大きいセルなら、 ステップ６−２−１：Ｓ２に既に値が設定されていれ
ば、セルＳ２のロックワードを開放し、Ｓ２にＳ１の値
を退避する。
アドレスが大きいセルなら、 ステップ６−２−１：Ｓ２に既に値が設定されていれ
ば、セルＳ２のロックワードを開放し、Ｓ２にＳ１の値
を退避する。
【００２２】ステップ６−２−２：ＩＡ，Ｓ１の値を置
き換えてステップ２へ。 ステップ６−３：シノニム先が自セルよりアドレスの小
さいセルなら、 ステップ６−３−１：Ｓ２に既に値が設定されていれ
ば、セルＳ２のロックワードを開放し、Ｓ２にＳ１の値
を退避する。
き換えてステップ２へ。 ステップ６−３：シノニム先が自セルよりアドレスの小
さいセルなら、 ステップ６−３−１：Ｓ２に既に値が設定されていれ
ば、セルＳ２のロックワードを開放し、Ｓ２にＳ１の値
を退避する。
【００２３】ステップ６−３−２：ＩＡ，Ｓ１の値を置
き換える。 ステップ６−３−３：デッドロック監視状態にしてステ
ップ２へ。 図６はファイル管理情報の二重保持による破壊データ復
元の一実施例説明図を示している。
き換える。 ステップ６−３−３：デッドロック監視状態にしてステ
ップ２へ。 図６はファイル管理情報の二重保持による破壊データ復
元の一実施例説明図を示している。
【００２４】同図において、１は図１のものに対応し、
２１は集中所在管理テーブル、２２はディレクトリ単位
の所在管理テーブル、３１ないし３５はディレクトリフ
ァイルをそれぞれ表わしている。
２１は集中所在管理テーブル、２２はディレクトリ単位
の所在管理テーブル、３１ないし３５はディレクトリフ
ァイルをそれぞれ表わしている。
【００２５】集中所在管理テーブル２１は、論理区画単
位、すなわちディスク１単位に一つ存在し、論理区画に
属する総てのファイルの所在情報を集中して管理するテ
ーブルであり、図１図示の集中管理テーブル１に該当し
ている。
位、すなわちディスク１単位に一つ存在し、論理区画に
属する総てのファイルの所在情報を集中して管理するテ
ーブルであり、図１図示の集中管理テーブル１に該当し
ている。
【００２６】ディレクトリ単位の所在管理テーブル２２
は、ディレクトリ単位に一つ存在し、格納する所在情報
もディレクトリ単位であり、各々は論理区画内に分散し
て配置されるテーブルである。すなわち集中所在管理テ
ーブル２１の情報がディレクトリ単位に分割されている
ものである。
は、ディレクトリ単位に一つ存在し、格納する所在情報
もディレクトリ単位であり、各々は論理区画内に分散し
て配置されるテーブルである。すなわち集中所在管理テ
ーブル２１の情報がディレクトリ単位に分割されている
ものである。
【００２７】この２つの集中所在管理テーブル２１とデ
ィレクトリ単位の所在管理テーブル２２とが、論理区画
内のディスク１に二重化して保持されており、しかも両
者のテーブルはファイルシステムにおける基幹情報に絞
られているので、その冗長性が低く、従ってディスク資
源の使用量がおさえられている。
ィレクトリ単位の所在管理テーブル２２とが、論理区画
内のディスク１に二重化して保持されており、しかも両
者のテーブルはファイルシステムにおける基幹情報に絞
られているので、その冗長性が低く、従ってディスク資
源の使用量がおさえられている。
【００２８】集中所在管理テーブル２１は論理区画内の
定位置に存在するので、それを上記説明の検索法によっ
て検索することにより、例えばディレクトリファイルＡ
３１を検索することにより、ディレクトリ単位の所在管
理テーブル２２のディレクトリファイルＡにその破壊さ
れ失われた情報を復元させることができる。他のディレ
クトリファイルＢ３２〜ディレクトリファイルＥ３５に
ついても同様である。
定位置に存在するので、それを上記説明の検索法によっ
て検索することにより、例えばディレクトリファイルＡ
３１を検索することにより、ディレクトリ単位の所在管
理テーブル２２のディレクトリファイルＡにその破壊さ
れ失われた情報を復元させることができる。他のディレ
クトリファイルＢ３２〜ディレクトリファイルＥ３５に
ついても同様である。
【００２９】また逆に、ルートディレクトリを基にした
一般的な検索法で、集中所在管理テーブル２１で破壊さ
れ失われたディレクトリファイルの情報を得ることがで
き、従って集中所在管理テーブル２１で失われた情報を
復元させることもできる。
一般的な検索法で、集中所在管理テーブル２１で破壊さ
れ失われたディレクトリファイルの情報を得ることがで
き、従って集中所在管理テーブル２１で失われた情報を
復元させることもできる。
【００３０】
【発明の効果】以上説明した如く、本発明によれば、各
ファイルのディレクトリ項目を集中配置した集中管理テ
ーブルを設け、項目をハッシュ管理としたので、ディレ
クトリアクセスのための管理領域読込み操作が不要とな
り、検索処理速度が向上する。
ファイルのディレクトリ項目を集中配置した集中管理テ
ーブルを設け、項目をハッシュ管理としたので、ディレ
クトリアクセスのための管理領域読込み操作が不要とな
り、検索処理速度が向上する。
【００３１】集中管理テーブルをセル単位に分割するこ
とによりロック単位が小さくなり、複数アクセス時の他
のジョブのロックによる待ち合せ状況が少なくなる。ま
たテーブル項目をハッシュ管理しているので、項目検索
時間が短くなり、ロック期間が短縮化する。
とによりロック単位が小さくなり、複数アクセス時の他
のジョブのロックによる待ち合せ状況が少なくなる。ま
たテーブル項目をハッシュ管理しているので、項目検索
時間が短くなり、ロック期間が短縮化する。
【００３２】シノニム項目の配置方法を、現項目よりア
ドレスが上位になる位置に配置し、空きがなくなった時
にのみアドレスが低位の方に配置するようにしたので、
デッドロック問題に関しては、先に獲得するセルアドレ
ス＞後に獲得するセルアドレスの場合にだけ発生するこ
とになる。このような状況から、実運用においては最後
の方の１，２のセルに関してまれに起るだけであり、デ
ッドロック発生確立は小さい。また仮に発生する場合で
も、その発生状況が特定できるので、デッドロック監視
／回避処理を常に行う必要がなくなり、処理時間を短縮
できる。
ドレスが上位になる位置に配置し、空きがなくなった時
にのみアドレスが低位の方に配置するようにしたので、
デッドロック問題に関しては、先に獲得するセルアドレ
ス＞後に獲得するセルアドレスの場合にだけ発生するこ
とになる。このような状況から、実運用においては最後
の方の１，２のセルに関してまれに起るだけであり、デ
ッドロック発生確立は小さい。また仮に発生する場合で
も、その発生状況が特定できるので、デッドロック監視
／回避処理を常に行う必要がなくなり、処理時間を短縮
できる。
【００３３】また集中所在管理テーブルとディレクトリ
単位の所在管理テーブルとの２形式で二重化を行ってい
るので、一方のテーブルの情報が破壊されても、他方の
テーブルの情報を検索することにより、破壊データを復
元してテーブル構造の一貫性をとりもどすことができ
る。
単位の所在管理テーブルとの２形式で二重化を行ってい
るので、一方のテーブルの情報が破壊されても、他方の
テーブルの情報を検索することにより、破壊データを復
元してテーブル構造の一貫性をとりもどすことができ
る。
【００３４】また二重化の範囲を限定しているので、冗
長性が低くなり、ディスク資源の使用量が少なくてす
む。
長性が低くなり、ディスク資源の使用量が少なくてす
む。
【図１】本発明の原理構成説明図である。
【図２】本発明が用いられているファイルシステムの一
実施例構成である。
実施例構成である。
【図３】ＴＥＭＢ項目の一実施例構成である。
【図４】管理テーブルの一実施例構成である。
【図５】デッドロックの発生する一実施例状況説明図で
ある。
ある。
【図６】ファイル管理情報の二重保持による破壊データ
復元の一実施例説明図である。
復元の一実施例説明図である。
【図７】従来の木構造のディレクトリ検索説明図であ
る。
る。
１ ディスク １０ 処理装置 １１ 管理テーブル １２ 集中管理テーブル １３ ロックテーブル １４ 所在管理テーブル １５ 検索処理手段 ２１ 集中所在管理テーブル ２２ ディレクトリ単位の所在管理テーブル
Claims (5)
- 【請求項１】 多階層ファイルシステムにおけるディレ
クトリ検索処理方式において、 各ファイルについてのディレクトリ項目を集中せしめた
集中管理テーブルを具備する管理テーブルと、 与えられたファイル名と、上記集中管理テーブルから読
出されたディレクトリ項目内の記載ファイル名との一致
を検出し、その一致が検出されたとき当該ディレクトリ
項目内に記載されているアドレスで上記集中管理テーブ
ルをアクセスし、次のディレクトリ項目を読出してその
ディレクトリ項目内のファイル名と与えられたファイル
名との一致を検出してゆく検索処理手段とを備え、ディ
レクトリ検索を行うようにしたことを特徴とするファイ
ルディレクトリ検索システム。 - 【請求項２】 上記管理テーブルは、ディレクトリ項目
毎のセル単位のブロックで分割すると共に、セル毎にア
クセスされる構成の上記集中管理テーブルと、当該集中
管理テーブルの全体をロックするロックワード及び上記
セル単位対応でそれぞれロックするセルロックワードと
を格納する管理テーブルとを備えていることを特徴とす
る請求項１記載のファイルディレクトリ検索システム。 - 【請求項３】 上記集中管理テーブルは、ディレクトリ
項目の項目がハッシュ管理されていることを特徴とする
請求項２記載のファイルディレクトリ検索システム。 - 【請求項４】 上記集中管理テーブルのセル単位は、基
本域とシノニム域とをそれぞれ備え、基本域にはハッシ
ュ処理でシノニムが発生しなかった項目を登録し、シノ
ニム域にはハッシュ処理でのシノニム項目を登録し、か
つ当該シノニム項目の登録は、シノニムが発生した項
目と同一セルのシノニム域に空きを探して登録。同一
セルのシノニム域に空きがない場合は、アドレスが上位
の次のセルのシノニム域に空きを探して登録する。空き
が見つかるまでこの操作を繰返す。最終セルのシノニ
ム域に空きがない場合には、先頭セルのシノニム域に空
きを探して登録する、の順に登録するようにしたことを
特徴とする請求項３記載のファイルディレクトリ検索シ
ステム。 - 【請求項５】 上記集中管理テーブルは、木構造で分散
配置されたディレクトリ単位の所在管理テーブルと共
に、同一論理区画単位に二重化されて情報が保持されて
いることを特徴とする請求項１記載のファイルディレク
トリ検索システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4249356A JPH06103140A (ja) | 1992-09-18 | 1992-09-18 | ファイルディレクトリ検索システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4249356A JPH06103140A (ja) | 1992-09-18 | 1992-09-18 | ファイルディレクトリ検索システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06103140A true JPH06103140A (ja) | 1994-04-15 |
Family
ID=17191813
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4249356A Pending JPH06103140A (ja) | 1992-09-18 | 1992-09-18 | ファイルディレクトリ検索システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH06103140A (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR101238510B1 (ko) * | 2004-12-17 | 2013-03-04 | 마이크로소프트 코포레이션 | 확장가능한 파일 시스템 |
| US9122695B2 (en) | 2006-05-23 | 2015-09-01 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extending cluster allocations in an extensible file system |
| US9971799B2 (en) | 2012-09-28 | 2018-05-15 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Storage device for storing directory entries, directory entry lookup apparatus and method, and storage medium storing directory entry lookup program |
| US10303650B2 (en) | 2004-12-17 | 2019-05-28 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Contiguous file allocation in an extensible file system |
| US10614032B2 (en) | 2004-12-17 | 2020-04-07 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Quick filename lookup using name hash |
-
1992
- 1992-09-18 JP JP4249356A patent/JPH06103140A/ja active Pending
Cited By (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR101238510B1 (ko) * | 2004-12-17 | 2013-03-04 | 마이크로소프트 코포레이션 | 확장가능한 파일 시스템 |
| US9336231B2 (en) | 2004-12-17 | 2016-05-10 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extensible file system |
| US9454542B2 (en) | 2004-12-17 | 2016-09-27 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extensible file system |
| US9575988B2 (en) | 2004-12-17 | 2017-02-21 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extensible file system |
| US9639554B2 (en) | 2004-12-17 | 2017-05-02 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extensible file system |
| US10303650B2 (en) | 2004-12-17 | 2019-05-28 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Contiguous file allocation in an extensible file system |
| US10474641B2 (en) | 2004-12-17 | 2019-11-12 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extensible file system |
| US10614032B2 (en) | 2004-12-17 | 2020-04-07 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Quick filename lookup using name hash |
| US9122695B2 (en) | 2006-05-23 | 2015-09-01 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extending cluster allocations in an extensible file system |
| US9558223B2 (en) | 2006-05-23 | 2017-01-31 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extending cluster allocations in an extensible file system |
| US10585868B2 (en) | 2006-05-23 | 2020-03-10 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Extending cluster allocations in an extensible file system |
| US9971799B2 (en) | 2012-09-28 | 2018-05-15 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Storage device for storing directory entries, directory entry lookup apparatus and method, and storage medium storing directory entry lookup program |
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