JPH07152676A - データ連結方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 複数の被連結データの連結処理にかかる時間
を短縮し、スループットを向上させることができるデー
タ連結方法を提供する。 【構成】 各入出力ブロックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_j+3 ，…，
ＢＬ_j+2k-1に後続する入出力ブロックＢＬ_j+2 ，ＢＬ
_j+4 ，…，ＢＬ_j+2kのヘッダ部Ｈ_i+1 ，Ｈ_i+2 ，…，Ｈ
_i+k に格納可能なデータ長Ｌ２を各々求め、各々求めら
れたデータ長Ｌ２と同一データ長のデータを、各入出力
ブロックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_j+3 ，…，ＢＬ_j+2k-1のデータ
後部ＤＬ_i ，ＤＬ_i+1 ，ＤＬ_i+k-1 の最後部から選択す
る。こうして選択された上書データＲＷ_i ，ＲＷ_i+1 ，
…，ＲＷ_i+k-1 を順次、あるいは一括して各ヘッダ部Ｈ
_i+1 ，Ｈ_i+2 ，…，Ｈ_i+k へ転送する。そして、各上書
領域ＲＷ_i ，ＲＷ_i+1 ，…，ＲＷ_i+k-1 にＮＵＬＬ値を
書き込む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、データ部と制御情報部
とからなる複数の処理単位を連結して連続データを得る
データ連結方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、情報処理の分野において、複
数の主体（デバイスドライバ等）が読み書き可能な入出
力領域を用いて、効率良くデータ転送を行う方法が研究
されている。データ転送に用いられる入出力領域の記憶
容量は、その構造上、有限値に制限される。したがっ
て、不定長のデータを入出力するには、入出力される複
数のデータのうち、最長のデータに応じた記憶容量を有
する入出力領域を用意する必要がある。しかしながら、
この場合、短いデータを入出力する際にも、最長のデー
タに応じた入出力領域を用いるため、極めて無駄が多
い。

【０００３】上記無駄を回避するために、入出力ブロッ
クという特定長の入出力領域を複数用意するとともに、
各入出力ブロック毎に管理領域を設け、複数の入出力ブ
ロックの順序を管理する方法が、広く一般に用いられて
いる。この方法によれば、複数の入出力ブロックを論理
的に連続した入出力領域とみなすことが可能となり、入
出力されるデータの長さに応じて、使用する入出力ブロ
ックの個数を変化させることが可能になる。すなわち、
入出力されるデータの長さに応じて入出力領域の記憶容
量を変化させることが可能になり、入出力されるデータ
の長さの変化に対して効率的に対処することができる。
また、各入出力ブロックを巡回的に用いることにより、
論理的には無限長の入出力領域とすることも可能であ
る。

【０００４】ところで、一般に、上述した入出力ブロッ
クへデータを格納する際、当該データが入出力ブロック
の先頭に格納されることが要求される場合が多い。例え
ば、ベージ管理方式を採用している仮想記憶マシンで
は、物理装置へのデータ出力を行う場合、出力データの
先頭がページ境界であることを要求する場合が多い。こ
の場合、ページ境界と出力データ先頭の間に余白がある
と、その余白もデータの一部として物理装置に書き込ま
れてしまう。このため、物理装置から当該データを入力
する際にも、その余白がデータの一部と誤認識されてし
まう。この誤認識を回避するために、出力データの先頭
がページ境界であることが要求されているのである。

【０００５】また、上記入出力領域を用いて２つの主体
間でデータを授受する場合、１つのデータ（以後、連続
データと称す）を複数のデータ（以後、被連結データと
称す）に分割する処理、あるいは複数の被連結データを
連結して元の連続データに復元する処理が必要となる場
合がある。ここで、連続データを複数の被連結データに
分割する主体は、各被連結データに対して、分割前の連
続データ内での通番、後続データの有無情報等を有する
制御情報を付与する。

【０００６】このような制御情報を被連結データの先頭
に配置したものを、特にヘッダ(header)と呼び、一対の
ヘッダおよび被連結データを処理単位と称す。複数の被
連結データの連結処理は、実際には、複数の処理単位を
連結して為される。複数の処理単位を連結する主体は、
連結対象となる処理単位の制御情報に基づいて当該処理
単位を連結し、元の連続データを復元する。この際、各
処理単位中のヘッダは不要となるので削除される。

【０００７】ここで、図７を参照し、上述した従来のデ
ータ分割処理および連結処理について具体的に説明す
る。図７（ａ）は、従来のデータ分割処理および連結処
理方法を適用したデータ管理装置の概略構成例を示すブ
ロック図であり、この図において、ＦＭはファイルと呼
ばれるデータを処理する主体（以後、ファイルマネージ
ャＦＭと称す）であり、ここでは、連続データをレコー
ドと呼ばれる処理単位に分割して取り扱うものとする。

【０００８】また、ＭＴＤは磁気テープ装置ＭＴに対す
る入出力を司る主体（以下、ＭＴドライバＭＴＤと称
す）、ＤＫＤは磁気ディスク装置ＤＫに対する入出力を
司る主体（以下、ディスクドライバＤＫＤと称す）であ
る。ＩＯＢは入出力領域であり、ファイルマネージャＦ
Ｍ、ＭＴドライバＭＴＤ、ディスクドライバＤＫＤから
供給されるデータを格納する。入出力領域ＩＯＢに格納
されたデータは、ファイルマネージャＦＭ、ＭＴドライ
バＭＴＤ、ディスクドライバＤＫＤに読み出される。

【０００９】上記入出力領域ＩＯＢのデータ格納形式の
一例を図７（ｂ）に示す。この図に示すように、入出力
領域ＩＯＢには、所定長のデータを格納可能な入出力ブ
ロックＢＬ₁ ，ＢＬ₂ ，…が設けられるとともに、各ブ
ロックＢＬ₁ ，ＢＬ₂ ，…毎に、対応するブロックへの
ポインタＰＴと当該ブロック内に格納される被連結デー
タ長ＬＮとから構成される制御レコードＣＲが設けられ
る。制御レコードＣＲは連続して順に配置され、データ
情報制御テーブルＴＢＬを構成する。

【００１０】このような構成において、ファイルマネー
ジャＦＭとＭＴドライバＭＴＤとの間で為されるデータ
転送処理について説明する。ここでは、ファイルマネー
ジャＦＭが、連続データをレコードと呼ばれる可変長の
処理単位に分割して扱う場合を想定する。なお、レコー
ドの先頭には、レコードの長さや他のレコードとの位置
関係を示すレコードヘッダと呼ばれる制御情報が付与さ
れているものとする。また、磁気テープ装置ＭＴにデー
タを記録する場合には、上記レコードヘッダを削除し、
データ本体のみを順次記録するものとする。

【００１１】また、入出力領域ＩＯＢにおいて、レコー
ドＲは、図８に示すように、２つの入出力ブロックＢＬ
₁ ，ＢＬ₂ に分割されて格納されるものとする。入出力
ブロックＢＬ₁ において、ＲＨは供給されたレコードＲ
のヘッダ、ＲＵは当該レコードＲが有するデータの前部
（以後、データ前部ＲＵと称す）である。また、入出力
ブロックＢＬ₂ において、ＲＬはデータ後部、ＲＮはデ
ータ後部ＲＬに後続する余白領域（以後、ＮＵＬＬ領域
ＲＮと称す）である。

【００１２】ここで、ファイルマネージャＦＭが、図９
に示すように、連続データＺを処理単位ＰＵｉ，ＰＵ
_i+1 （ｉは自然数）に分割して入出力領域ＩＯＢへ供給
し、各処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 を連結して連続データ
Ｚを復元する過程について説明する。もちろん、連続デ
ータＺは２以上の任意の数の処理単位に分割されてもよ
いが、ここでは、説明を簡明にするために分割数を２と
する。

【００１３】各処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 は、各々ヘッ
ダが格納されるヘッダ部Ｈ_i ，Ｈ_{i+ 1} と、被連結データ
が格納されるデータ部Ｄ_i ，Ｄ_i+1 とから構成される。
各処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 は、ファイルマネージャＦ
Ｍから入出力ブロックＩＯＢに供給され、ここで、例え
ば、図１０に示すようなデータ形式で、各入出力ブロッ
クＢＬ_j 〜ＢＬ_j+3 （ｊは自然数）に格納される。

【００１４】入出力ブロックＢＬ_j において、処理単位
ＰＵ_i のヘッダ部Ｈ_i に後続するデータ前部ＤＵ_i に
は、データ部Ｄ_i に格納された被連結データの前部が格
納される。また、入出力ブロックＢＬ_j と論理的に連結
された入出力ブロックＢＬ_ｊ＋１のデータ後部ＤＬ_ｉ
には、データ部Ｄ_i に格納された被連結データの後部が
格納され、その後部はＮＵＬＬ領域Ｎ_i となる。同様
に、入出力ブロックＢＬ_j+2 ，ＢＬ_j+3 は論理的に連結
され、それらの各部は、処理単位ＰＵ_i+1 に応じて設定
される。

【００１５】次に、ファイルマネージャＦＭは、入出力
領域ＩＯＢに格納された複数の処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ
_i+1 を連結して、連続データＺを復元する。この連結処
理は、先頭の処理単位ＰＵ_i のヘッダ部Ｈ_i を除くヘッ
ダ部（この場合はヘッダ部Ｈ_{i+ 1} ）を削除し、各入出力
ブロックＢＬ_j 〜ＢＬ_j+3 を論理的に連結することによ
り為される。

【００１６】この際、前述したように、各入出力ブロッ
クＢＬ_j 〜ＢＬ_j+3 の先頭部分にＮＵＬＬ領域が存在す
ることは許されないため、ヘッダ部Ｈ_i+1 削除により先
頭にＮＵＬＬ領域が生じる入出力ブロックＢＬ_j+2 につ
いては、図１１に示すように、当該ブロックに格納され
ていたデータ前部ＤＵ_i+1 を先頭へ前詰め転送する。こ
れに伴い、入出力ブロックＢＬ_j+2 の末尾部分には、Ｎ
ＵＬＬ領域ＮＣが形成される。こうして、図１２に示す
ように、連続データＺが復元される。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】上述したように、従来
のデータ連結方法を適用したデータ管理装置では、不要
ヘッダを有する処理単位ＢＬ_j+2 において、データ前部
ＤＵ_i+1 を前詰めするために、当該データ前部ＤＵ_i+1
に格納された被連結データ全体の転送処理が必要とな
る。

【００１８】この際、各入出力ブロックに格納される被
連結データ長が長く、または連結すべき処理単位の数が
大である場合には、上記前詰め転送によるデータ転送量
が極めて大となり、転送処理に要する時間が長くなると
いう欠点がある。このことは、入出力するデータの種類
によっては、複数の被連結データの連結処理にかかる時
間が長くなり、単位時間当たりの情報処理量（以後、ス
ループットと称す）が低下するという問題を招致してい
た。

【００１９】本発明は、上述した事情に鑑みて為された
ものであり、複数の被連結データの連結処理にかかる時
間を短縮し、スループットを向上させることができるデ
ータ連結方法を提供することを目的とする。

【００２０】

【課題を解決するための手段】本発明によるデータ連結
方法は、データ連結の為の制御情報と該制御情報直後に
連結された被連結データとからなる処理単位を複数連結
して連続データを得るデータ連結方法において、前記連
続データの先頭部分となる処理単位を除く処理単位を対
象処理単位とし、該対象処理単位の制御情報と同一デー
タ長のデータをこの対象処理単位の直前に連結される処
理単位の被連結データ最後部から読み出し、この対象処
理単位の制御情報が格納された領域へ上書きする転送過
程と、該転送過程に後続し、前記被連結データ最後部に
格納されたデータを削除する削除過程とを前記各対象処
理単位に対して順次実行することを特徴としている。

【００２１】

【作用】上記方法によれば、対象処理単位の制御情報と
同一データ長のデータをこの対象処理単位の直前に連結
される処理単位の被連結データ最後部から読み出され、
この対象処理単位の制御情報が格納された領域へ上書き
される。そして、前記被連結データ最後部に格納された
データが削除される。上述した処理が連続データの先頭
部分となる処理単位を除く各対象処理単位に対して行わ
れて連続データが得られるため、被連結データが制御情
報より遥かに長い一般的なデータ構造の処理単位におい
ては、連結時のデータ転送量を減少させることができ
る。すなわち、複数の被連結データの連結処理にかかる
時間が短縮され、スループットが向上する。

【００２２】

【実施例】以下、図面を参照して、本発明の一実施例に
ついて説明する。ここでは、まず、図１〜図３を参照し
て、本実施例のデータ連結方法について説明し、次に、
図４〜図６を参照して、本実施例によるデータ連結方法
を実際の装置に適用した場合のデータ連結過程について
説明する。

【００２３】Ａ：データ連結方法の説明 図１は入出力領域に複数の処理単位が格納された状態を
示す図であり、この図に示すように、ヘッダおよび被連
結データからなる各処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1，…，Ｐ
Ｕ_i+k （ｋは例えば、３以上の自然数）は、それぞれ、
入出力ブロックＢＬ_j ，ＢＬ_j+1 、入出力ブロックＢＬ
_j+2 ，ＢＬ_j+3 、…、入出力ブロックＢＬ_j+2k，ＢＬ
_j+2k+1に分割格納されている。これらの処理単位ＰＵ
_i ，ＰＵ_i+1，…，ＰＵ_i+k は順に連結されて連続デー
タとなるものである。

【００２４】入出力ブロックＢＬ_j には、処理単位ＰＵ
_i のヘッダを格納したヘッダ部Ｈ_i、このヘッダ部Ｈ_i
に後続して、当該処理単位ＰＵ_i が有する被連結データ
の前部を格納したデータ前部ＤＵ_i が形成され、入出力
ブロックＢＬ_j+1 には、当該被連結データの後部を格納
したデータ後部ＤＬ_i 、このデータ後部ＤＬ_i に後続し
て、ＮＵＬＬ領域Ｎ_i が形成されている。

【００２５】そして、これら２つの入出力ブロックＢＬ
_j ，ＢＬ_j+1 は論理的に連結されて処理単位ＰＵ_i に対
応している。他の入出力ブロックＢＬ_j+2 ，ＢＬ_j+3 、
入出力ブロックＢＬ_j+4 ，ＢＬ_j+5 、…、入出力ブロッ
クＢＬ_j+2k，ＢＬ_j+2k+1についても、上述した入出力ブ
ロックＢＬ_j ，ＢＬ_j+1 と同様であり、それぞれ、処理
単位ＰＵ_i+1 ，ＰＵ_i+2 ，…，ＰＵ_i+k に対応してい
る。

【００２６】次に、上述した状態において、各処理単位
ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 ，…，ＰＵ_i+k を連結する過程につい
て説明する。まず、連結後に最後部となる処理単位ＰＵ
_i+kを除く各処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 ，…，ＰＵ_i+k-1
が有する被連結データの後部が格納されている入出力
ブロックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_j+3 ，…，ＢＬ_j+2k-1に着目す
る。そして、各入出力ブロックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_j+3 ，
…，ＢＬ_j+2k-1に後続する入出力ブロックＢＬ_j+2 ，Ｂ
Ｌ_j+4 ，…，ＢＬ_j+2kのヘッダ部Ｈ_i+1 ，Ｈ_i+2，…，
Ｈ_i+k に格納可能なデータ長Ｌ２を各々求め、各々求め
られたデータ長Ｌ２と同一データ長のデータを、各入出
力ブロックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_j+3 ，…，ＢＬ_{j+ 2k-1}のデー
タ後部ＤＬ_i ，ＤＬ_i+1 ，ＤＬ_i+k-1 の最後部から選択
する。こうして選択されたデータを上書データＲＷ_i ，
ＲＷ_i+1 ，…，ＲＷ_i+k-1 と称す。

【００２７】次に、図２に示すように、上記各上書デー
タＲＷ_i ，ＲＷ_i+1 ，…，ＲＷ_{i+k- 1} を順次、あるいは
一括して各ヘッダ部Ｈ_i+1 ，Ｈ_i+2 ，…，Ｈ_i+k へ転送
する。そして、各上書領域ＲＷ_i ，ＲＷ_i+1 ，…，ＲＷ
_i+k-1 にＮＵＬＬ値を書き込み、これらの領域をＮＵＬ
Ｌ領域Ｎ_i´ ，Ｎ_i+1´ ，…，Ｎ_i+k-1´ の一部とす
る。

【００２８】上述した転送処理は複数の入出力ブロック
に対して行われるが、ここでは、説明を簡明にするため
に、図３（ａ）、図３（ｂ）に示すように、入出力ブロ
ックＢＬ_j+1 ，ＢＬ_J+2 のみに着目し、その転送過程に
ついて説明する。図３（ａ）において、上書データＲＷ
_i は入出力ブロックＢＬ_j+1 内に存在するが、転送処理
が行われると、図３（ｂ）に示すように、入出力ブロッ
クＢＬ_j+2 の先頭領域へ転送される。

【００２９】この際、上書データＲＷ_i のデータ長は、
ヘッダ部Ｈ_i+1 （図３（ａ）参照）のデータ長と同一で
あるため、上書データＲＷ_i の後端はデータ前部ＤＵ
_i+1 （図３（ａ）参照）の先端に連続し、両者はデータ
前部ＤＵ_i+1´ を形成する。そして、図３（ａ）におい
て上書領域ＲＷ_i が存在する領域には、ＮＵＬＬ値が書
き込まれ、こうして新しく作成されたＮＵＬＬ領域とＮ
ＵＬＬ領域Ｎ_i が連結され、図３（ｂ）に示すＮ_i´ が
形成される。

【００３０】再び図２において、転送処理後、データ後
部ＤＬ_i ，ＤＬ_i+1 ，…，ＤＬ_{i+k- 1} のデータ長はＬ２
だけ短くなり、入出力ブロックＢＬ_j+2，ＢＬ_j+4，…，
ＢＬ_j+2kのデータ長はＬ２だけ長くなる。そして、転送
元の各入出力ブロックＢＬ_{j+ 1} ，ＢＬ_j+3 ，…，ＢＬ
_j+2k-1と転送先の各入出力ブロックＢＬ_j+2 ，Ｂ
Ｌ_j+4，…，ＢＬ_j+2kとが、各々論理的に連結され、全
ての入出力ブロックＢＬ_j ，ＢＬ_j+1 ，…，ＢＬ_j+2k+1
により、一連の連続データＺ´が表現される。こうし
て、複数の処理単位ＰＵ_i ，ＰＵ_i+1 ，…，ＰＵ_i+k か
ら連続データＺ´が得られる。

【００３１】Ｂ：実際の装置によるデータ連結過程 次に、上述したデータ連結方法を図７（ａ）に示すデー
タ管理装置に適用した場合のデータ連結過程について説
明する。図４は本発明の一実施例によるデータ連結方法
を説明する為のフローチャートであり、この図に示す処
理は、図７（ａ）のファイルマネージャＦＭによって為
されるものである。ここで、図７（ａ）の入出力領域Ｉ
ＯＢは、図５に示すように、所定データ長の４個の入出
力ブロックＢＬ₁ 〜ＢＬ₄ を有するものとする。

【００３２】ここでは、ファイルマネージャＦＭから入
出力領域ＩＯＢへ供給されたデータを、ＭＴドライバＭ
ＴＤへ供給する過程について説明する。ファイルマネー
ジャＦＭから入出力領域ＩＯＢへ供給されるデータは、
複数のレコードに分割されており、ＭＴドライバへ供給
するためには、これらのレコードを連結して連続データ
である入出力データＲＺを得る必要があるものとする。

【００３３】このような前提に基づいて、まず、ファイ
ルマネージャＦＭから入出力データＲＺに対応するレコ
ードＲ₁ ，Ｒ₂ が入出力領域ＩＯＢの入出力ブロックＢ
Ｌ₁，ＢＬ₂ 、入出力ブロックＢＬ₃ ，ＢＬ₄ へ供給さ
れ、それぞれ、図５に示すように、分割格納される。こ
の図において、ＲＨ₁ ，ＲＨ₂ は各レコードＲ₁ ，Ｒ₂
のヘッダが格納されたヘッダ部、ＲＵ₁ ，ＲＵ₂ は各レ
コードＲ₁ ，Ｒ₂ が有する被連結データの前部を格納す
るデータ前部である。

【００３４】また、ＲＬ₁ ，ＲＬ₂ は各レコードＲ₁ ，
Ｒ₂ が有する被連結データの後部を格納するデータ後
部、ＲＮ₁ ，ＲＮ₂ はデータ後部ＲＬ₁ ，ＲＬ₂ に後続
するＮＵＬＬ領域である。このように、各入出力ブロッ
クＢＬ₁ 〜ＢＬ₄ にレコードＲ₁ ，Ｒ₂ が格納された状
態で、ファイルマネージャＦＭが、レコードＲ₁ を対象
処理単位とし、図４のフローチャートに示す処理を行
う。以後、特に断らない限り、処理の主体をファイルマ
ネージャＦＭとする。

【００３５】図４において、まず、ステップＳ１では、
対象処理単位（レコードＲ₁ ）のヘッダ部ＲＨ₁ が参照
され、ヘッダ部ＲＨ₁ に記録された制御情報から、当該
対象処理単位の通番等が読み出される。次に、ステップ
Ｓ２では、ステップＳ１で得られた通番に応じて、対象
処理単位が入出力データＲＺの先頭部分であるか否かが
判断される。ここでは、対象処理単位がレコードＲ₁ で
あり、その通番は、入出力データＲＺの先頭部分である
ことを表す数値（例えば、「１」）であるため、上記判
断結果が「Ｙｅｓ」となり、処理はステップＳ６へ進
む。

【００３６】ステップＳ６では、上記通番に応じて、対
象処理単位が入出力データＲＺの最後部であるか否かが
判断される。対象処理単位はレコードＲ₁ であるため、
当該判断結果は「Ｎｏ」となり、処理はステップＳ７へ
進む。ステップＳ７は、対象処理単位を、現在の対象処
理単位（レコードＲ₁ ）に後続するレコード（ここで
は、レコードＲ₂ ）に変更する処理であり、当該変更処
理後、処理はステップＳ１へ戻る。

【００３７】ステップＳ１において、レコードＲ₁ に対
する場合と同様な処理が行われ、対象処理単位（レコー
ドＲ₂ ）のヘッダ部ＲＨ₂ に格納された制御情報から、
当該対象処理単位の通番等が読み出される。次に、ステ
ップＳ２では、レコードＲ₁に対する場合と同様な判断
処理が行われるが、ここでは、対象処理単位がレコード
Ｒ₂ であり、その通番は、入出力データＲＺの先頭部分
でないことを表す数値（例えば、「２」）であるため、
判断結果は「Ｎｏ」となり、処理はステップＳ３へ進
む。

【００３８】ステップＳ３は、対象処理単位が入出力デ
ータＲＺの先頭部分でない場合の処理であり、ヘッダ部
ＲＨ₂ に、連結後に当該対象処理単位の前方に位置する
ことになる処理単位（レコードＲ₁ ）の最後部のデータ
を転送する。以後、このデータを上書データＲＲＷ₁ と
称す。この上書データＲＲＷ₁ のデータ長は、ヘッダ部
ＲＨ₂ のデータ長Ｌ３と一致するよう設定される。そし
て、処理はステップＳ４へ進む。

【００３９】ステップＳ４では、転送元である入出力ブ
ロックＢＬ₂ の上書データＲＲＷ₁が格納されている領
域にＮＵＬＬ値を書き込む。すなわち、転送元の上書デ
ータＲＲＷ₁ が除去される。こうして得られたＮＵＬＬ
領域と、ＮＵＬＬ領域ＲＮ₁とが連結され、図６に示す
ように、ＮＵＬＬ領域ＲＮ₁´ となる。また、上書きデ
ータＲＲＷ₁ の後端とデータ前部ＲＵ₂ の先端とは入出
力データＲＺにおいて連続することが明かであるので、
入出力ブロックＢＬ₃ の先頭部の上書データＲＲＷ₁ と
データ前部ＲＵ₂ とが連結され、データ前部ＲＵ₂´と
なる。

【００４０】次に、ステップＳ５では、対象処理単位を
連結後に直前に位置することになる処理単位と論理的に
連結する。これにより、対象処理単位（レコードＲ₁ ）
と直前の処理単位（レコードＲ₂ ）とが連結されたこと
になる。次に、ステップＳ６では、前述したように、対
象処理単位（レコードＲ₂ ）が最後部の処理単位である
か否かが判断される。レコードＲ₂ は最後のレコードで
あるので、ここでの判断は「Ｙｅｓ」となり、処理が終
了する。この時点で入出力領域に格納された全てのレコ
ード（レコードＲ₁ ，Ｒ₂ ）が連結されており、ファイ
ルマネージャＦＭにより、入出力データＲＺとして、Ｍ
ＴドライバＭＴＤへ供給される。

【００４１】以上説明したように、本発明の一実施例に
よるデータ転送方法では、連結後に直前に位置する処理
単位の最後部の一部を、対象処理単位のヘッダ部のデー
タ長だけ、当該ヘッダ部に上書き転送するようにしたた
め、従来のヘッダ部削除に伴う前詰め転送を行う必要が
ない。したがって、被連結データが制御情報より遥かに
長い一般的なデータ構造の処理単位においては、処理単
位連結時のデータ転送量を減少させることができる。す
なわち、スループットを向上させることができる。

【００４２】

【発明の効果】本発明によるデータ連結方法によれば、
対象処理単位の制御情報と同一データ長のデータをこの
対象処理単位の直前に連結される処理単位の被連結デー
タ最後部から読み出され、この対象処理単位の制御情報
が格納された領域へ上書きされる。そして、前記被連結
データ最後部に格納されたデータが削除される。上述し
た処理が連続データの先頭部分となる処理単位を除く各
対象処理単位に対して行われて連続データが得られるた
め、被連結データが制御情報より遥かに長い一般的なデ
ータ構造の処理単位においては、連結時のデータ転送量
を減少させることができる。したがって、複数の被連結
データの連結処理にかかる時間を短縮し、スループット
を向上させることができるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の一実施例によるデータ連結方法を説
明するための図である。

【図２】 同方法を説明するための図である。

【図３】 同方法におけるデータ転送処理を説明するた
めの図である。

【図４】 同方法を適用したデータ管理装置による処理
の流れを示すフローチャートである。

【図５】 同装置によるデータ連結過程を説明するため
の図である。

【図６】 同過程を説明するための図である。

【図７】 データ管理装置の概略構成を説明するための
図である。

【図８】 レコードと入出力ブロックとの関係を示す図
である。

【図９】 連続データと処理単位との関係を示す図であ
る。

【図１０】 従来のデータ連結方法を説明するための図
である。

【図１１】 同方法による前詰め転送処理を説明するた
めの図である。

【図１２】 従来のデータ連結方法を説明するための図
である。

【符号の説明】

ＤＫ 磁気ディスク装置 ＤＫＤ ディスクドライバ ＦＭ ファイルマネージャ ＩＯＢ 入出力領域 ＭＴ 磁気テープ装置 ＭＴＤ ＭＴドライバ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データ連結の為の制御情報と該制御情報
   直後に連結された被連結データとからなる処理単位を複
   数連結して連続データを得るデータ連結方法において、 前記連続データの先頭部分となる処理単位を除く処理単
   位を対象処理単位とし、 該対象処理単位の制御情報と同一データ長のデータをこ
   の対象処理単位の直前に連結される処理単位の被連結デ
   ータ最後部から読み出し、この対象処理単位の制御情報
   が格納された領域へ上書きする転送過程と、 該転送過程に後続し、前記被連結データ最後部に格納さ
   れたデータを削除する削除過程とを前記各対象処理単位
   に対して順次実行することを特徴とするデータ連結方
   法。