JPH0756781A - ファイル管理方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 複数のファイルシステム間でファイル同士を
リンクさせる情報処理システムのファイル管理方式に関
し、ファイルの検索時間を短縮することを目的とする。 【構成】 名前管理用ファイル1a〜1n内のファイル6a〜
6nで指定されたｉノード2a〜2nによりデータブロック3a
〜3nにアクセスする複数のファイルシステム10a〜10n
が存在し、任意のファイルシステムのファイルから異な
るファイルシステムのデータブロックにアクセスさせる
ためにアクセスされるファイルシステム10a 内にリンク
させる数に等しい数のファイル6aを設けてファイル同士
をリンクさせる情報処理システムにおいて、アクセスさ
れるファイルシステム内のファイルをほぼ同数からなる
群に分割して群ごとの名前管理用ファイル名を親名前管
理用ファイル７内に設け、リンクするファイル同士を親
名前管理用ファイルを介してシンボリックリンク５によ
り結合させるように構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のファイルシステ
ム間でファイル同士をリンクさせる情報処理システムの
ファイル管理方式に関する。

【０００２】情報処理システムにおいては、ユーザごと
に作成された複数のファイルシステムからファイルの実
体をなす一つのデータブロックにアクセスする場合、各
ファイルシステムに設けられたディレクトリファイルに
よって指定するファイル（ディレクトリファイルではフ
ァイル名を指定するが、以下においては混乱のおそれが
ない限りファイル名を単にファイルと記し、ファイルの
上位に位置するディレクトリファイルを名前管理用ファ
イルと記す）からアクセスさせるデータブロックに対し
てファイルリンクを設定して各ファイルシステムと所望
のデータブロックを結合させている。

【０００３】このような情報処理システムでは、各ファ
イルの実体をなす複数のデータブロックを同一のファイ
ルシステム内に集中配置して管理する方法がとられるこ
とが多いが、この場合、複数のファイルシステムからリ
ンクされる名前管理用ファイル内のファイルの数が多く
なると、リンク設定の際にファイルの検索に多大の時間
を要し、また、名前管理用ファイル内にファイルを追加
する際に同一名称のファイルが存在するか否かを確認す
るための検索時間が大きくなるという問題がある。

【０００４】

【従来の技術】図４はＵＮＩＸ（登録商標）系オペレー
ティングシステムにおける基本的なファイル構造を示し
たものである。ＵＮＩＸ系オペレーティングシステムは
周知のようにファイルシステムがツリー（木）状のディ
レクトリ構造をもち、各ファイルはこのディレクトリツ
リーにおいて名前管理用ファイルの下に位置するが、図
示（一部の図を除く）の際には図４に記すように名前管
理用ファイル１内にその名前管理用ファイル１の下に位
置するファイル６を記載し、ファイル６を指す場合には
「名前管理用ファイル１内のファイル６」のように記載
する。

【０００５】図４は或るファイルシステムＡにファイル
Ａ−１と言う名称が付せられたファイルが存在する場合
を示している。ファイルＡ−１の実体（データ）はデー
タブロック３に記憶されているが、そのデータブロック
３にアクセスする場合は「ファイルＡ−１」というファ
イル名が付せられたファイル６を含む名前管理用ファイ
ル１を介してファイル６にアクセスし、そのファイル６
に指定されているｉノード２にアクセスする。

【０００６】ｉノード２にはデータブロック３のサイ
ズ、データブロック３が記憶されているメモリエリア
（図示省略）の先頭アドレスを示すポインタ、ハードリ
ンク（後述）の数、等が保持されており、このｉノード
２によりデータブロック３に記憶されているファイルＡ
−１の実体にアクセスすることができる。

【０００７】このようなファイルシステムにおいて１ま
たは複数の名前管理用ファイル内の複数のファイルより
一つのデータブロックにアクセスする場合には、ハード
リンクとシンボリックリンクという２種類のリンク（フ
ァイルリンクと呼ぶ）によりファイルとデータブロック
を結合する。

【０００８】図５はハードリンクの基本的な構成を示し
たもので、ファイルシステムＡ内において名前管理用フ
ァイル１内の複数のファイル６（以下、ファイルＡ−１
〜Ａ−４と記す）とアクセスするデータブロック３間が
ハードリンク４により結合された例を示している。図５
は例えば３つのファイルＡ−２〜Ａ−４の実体がファイ
ルＡ−１の実体と同一である例であるが、この場合、フ
ァイルＡ−２〜Ａ−４はファイルＡ−１の内容を複写
し、ファイル名のみを変えることによって作成すること
ができる。これにより名前管理用ファイル１内の４つの
ファイルＡ−１〜Ａ−４は同じｉノード２を指定し、ｉ
ノード２の指定により同一データブロック３にアクセス
することとなる。図５において名前管理用ファイル１内
の複数のファイル６とｉノード２間に形成されるのがハ
ードリンクである。

【０００９】図５では１つの名前管理用ファイル１内に
４つのファイル６が存在する例を示したが、複数のファ
イル６は同一の名前管理用ファイル１内に限定されるも
のではなく、例えば４人のユーザがそれぞれ自己の名前
管理用ファイル内にファイルＡ−１〜Ａ−４のうちの１
つづつを有している場合には、各ユーザは自己の名前管
理用ファイル１内のファイル６により同一のｉノード２
にアクセスし、共通の１つのデータブロック３において
ファイルＡ−１の実体であるデータにアクセスすること
ができる。

【００１０】以上のようにハードリンク４は同一ファイ
ルシステム内に形成されるリンクであるが、シンボリッ
クリンクは異なるファイルシステム間に形成されるリン
クである。

【００１１】図６は従来技術におけるファイルリンクの
構成をシンボリックリンクを中心に示した図であり、フ
ァイルシステムＡのファイル6a（以下、ファイルＡ−１
と記す）とファイルシステムＢの複数のファイル6b（以
下、ファイルＢ−１〜Ｂ−ｎと記す）をリンクさせた例
を示している。なお、名前管理用ファイルとファイルは
１対１の関係にあるとは限らず、１つの名前管理用ファ
イル内に複数のファイルが含まれたり、複数の名前管理
用ファイルにそれぞれ１または複数のファイルが設けら
れる場合などがあるが、図６ではファイルＢ−１〜Ｂ−
ｎがそれぞれ別個の名前管理用ファイル1b内にあるもの
として説明する。

【００１２】ファイルＡ−１とファイルＢ−１〜Ｂ−ｎ
をリンクさせる場合、先ずファイルシステムＢにおいて
ファイルシステムＡ内のファイルＡ−１にアクセスする
必要があるｎ個の名前管理用ファイル1a内の各ファイル
Ｂ−１〜Ｂ−ｎに対応してｉノード2b及びデータブロッ
ク3bを用意し、各データブロック3bにファイルシステム
Ａの名前管理用ファイル１内のファイルＡ−１へのパス
設定に必要な情報を設定する。これによってファイルシ
ステムＢのｎ個のファイルＢ−１〜Ｂ−ｎはそれぞれの
データブロック3bを介してファイルシステムＡの名前管
理用ファイル1a内のファイルＡ−１との間にリンクが形
成されるが、このリンクがシンボリックリンクである。

【００１３】これにより、ファイルシステムＢにおける
ファイルＢ−１〜Ｂ−ｎのユーザはシンボリックリンク
５を通じてファイルシステムＡの名前管理用ファイル1a
内のファイルＡ−１にリンクされたのち、ファイルＡ−
１によって指定されるｉノード2aを介してファイルシス
テムＡの一つのデータブロック3aに共通にアクセスする
ことができる。

【００１４】しかし、図６の構成ではリンクされたファ
イルシステムＡの名前管理用ファイル1a内のファイルＡ
−１からは他のファイルシステムＢの名前管理用ファイ
ル1b内のファイルＢ−１〜Ｂ−ｎがリンクされているか
否かが判らないため、ファイルシステムＡにおいてファ
イルＡ−１をアンリンク（削除）すると、その時点でシ
ンボリックリンク５により結合されているファイルシス
テムＢのすべての名前管理用ファイル1b内のファイルＢ
−１〜Ｂ−ｎからファイルシステムＡのデータブロック
3aにアクセスできなくなるという問題がある。

【００１５】図７は上記の欠点を解決するために考案さ
れたファイルリンクの構成を示したものである。図７の
構成では複数のファイルシステム（ファイルシステムＢ
〜Ｎとする）からアクセスされるファイルＡ−１の実体
であるデータブロック3aを含むファイルシステムＡの名
前管理用ファイル1a内に、ファイル同士をリンクさせる
数（図７の例ではシンボリックリンク５の数に等しい）
だけのファイル6a（Ａ−１〜Ａ−ｎとする）を設けてい
る。

【００１６】この構成では、ファイルシステムＡにおい
て一つのファイル、例えばファイルＡ−１をアンリンク
する場合、ファイルＢ−１を削除した後にファイルＡ−
１を削除するが、これによってファイルシステムＢ〜Ｎ
の他のファイルＢ−２〜Ｎ−ｎからファイルシステムＡ
のデータブロック3aにアクセスできなくなることはな
い。即ち、図７の構成では一つのファイルのアンリンク
が他のファイルシステムに影響を及ぼすという問題が解
消されている。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、図６に
示す従来技術のファイル管理方式においてはアクセスさ
れるデータブロックを含むファイルシステムにおいてフ
ァイルをアンリンクするとシンボリックリンクにより結
合されている他のファイルシステム内のすべての名前管
理用ファイル内のファイルがファイルの実体であるデー
タブロックにアクセスできなくなるという欠点があっ
た。

【００１８】図７に示す従来技術のファイル管理方式で
はこの欠点は除かれているが、図より明かなように、ア
クセスされるデータブロックを含むファイルシステム内
の名前管理用ファイル内のファイル数が多くなるという
特質をもっている。特に、ファイルの実体をなすデータ
ブロックを同一のファイルシステム内に集中させる場合
には、そのファイルシステム内の名前管理用ファイル内
のファイルの数が極めて多くなる可能性がある。

【００１９】一方、ＵＮＩＸオペレーティングシステム
ではファイルはツリー状のディレクトリを介して他のフ
ァイルやデータブロックにアクセスするが、その際、名
前管理用ファイル内のファイル名を検索する必要があ
る。ファイルの検索時間は名前管理用ファイル内のファ
イルの数が多くなるに従って増加するため、図７の構成
ではリンク形成の際のファイル検索時間が大きくなると
いう欠点がある。

【００２０】また、ファイル名は個々のユーザが任意に
付与するものであるが、上記のように名前管理用ファイ
ルにおいてファイル（実際にはファイル名）の検索が行
われるので、同一名前管理用ファイルには同一のファイ
ル名があってはならない。このため、新たにファイルを
作成する際には同一名前管理用ファイルに同一名称のフ
ァイルが存在しないことを確認する必要があるが、図７
における名前管理用ファイル内のファイルの数が多くな
ると、この確認に多くの時間を要することになり、ファ
イル作成作業の効率が低下する。

【００２１】以上から、アンリンクの際に他のファイル
システムのファイルに影響を及ぼすことがなく、かつ、
名前管理用ファイル内のファイルの検索時間が短かいフ
ァイル管理方式が求められている。

【００２２】本発明は、ファイルの検索時間を短縮する
ことを目的とする。

【００２３】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。図中、10a 〜10n は複数のファイルシステ
ム、1a〜1n、2a〜2n、3a〜3n、6a〜6nはファイルシステ
ム10a 〜10n に設けられ、1a〜1nは名前管理用ファイ
ル、2a〜2nはｉノード、3a〜3nはデータブロック、6a〜
6nは名前管理用ファイル1a〜1n内のファイルである。各
ファイルシステム10a 〜10n はそれぞれ名前管理用ファ
イル1a〜1n内のファイル6a〜6nで指定されたｉノード2a
〜2nにより所定のデータブロック3a〜3nにアクセスさせ
るように構成されている。

【００２４】複数のファイルシステム10b 〜10n から同
一のデータブロック、例えばファイルシステム10a 内の
データブロック3aにアクセスさせる場合、ファイルシス
テム10b 〜10n 内に個々に存在する名前管理用ファイル
1b〜1n内のファイル6b〜6nと、アクセスさせるデータブ
ロック3aに対応するファイル6aをリンクさせる必要があ
るが、図１においてはアクセスさせるデータブロック3a
を含むファイルシステム10a 内の名前管理用ファイル1a
内にリンクさせる数に等しい数のファイル6aが設けら
れ、名前管理用ファイル1a内の各ファイル6aとアクセス
させるデータブロック3aに対応するｉノード2aとの間に
ハードリンク４が設けられる。

【００２５】本発明では、アクセスさせるデータブロッ
ク3aを含むファイルシステム10a の名前管理用ファイル
1a内のファイル6aをほぼ同数からなる複数（ｍ）の群に
分割し、分割したファイル群に対応させて名前管理用フ
ァイル1a_-1〜1a_-mを設ける。これは１つの名前管理用フ
ァイル1aが複数（ｍ）の名前管理用ファイル1a_-1〜1a _-m
に分割されたことにもなるが、この複数の名前管理用フ
ァイル1a_-1〜1a_-mの上位に親名前管理用ファイル７を設
け、その中に名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-mに対応して
名前管理用ファイル名８_-1〜８_-mを設ける。

【００２６】各ファイルシステム 10b〜10n 内のファイ
ル6b〜6nがファイルシステム10a 内のデータブロック3a
にアクセスする場合、各ファイル6b〜6nとファイルシス
テム10a 内においてアクセスされるデータブロック3aに
リンクされる名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-m内の各ファ
イル6a間にシンボリックリンク５を形成させるが、本発
明においてはこのシンボリックリンク５を各ファイルシ
ステム 10b〜10n の各データブロック3b〜3nとファイル
システム10a 内の親名前管理用ファイル７を介して形成
させ、各ファイルシステム10a 〜10n のファイル6b〜6n
をファイル10a内の所要のデータブロック3aにアクセス
させる。

【００２７】

【作用】図１においては、ファイルシステム10a 内のデ
ータブロック3aにアクセスする他のファイルシステム10
b 〜10n 内のデータブロック3b〜3n内に、所望のデータ
ブロック3aへのパスを設定するために必要な情報とし
て、親名前管理用ファイル７と、名前管理用ファイル1a
_-1〜1a_-mの１つ及びその名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-m
内のファイル6aの１つを指定する。この指定により、親
名前管理用ファイル７の中からデータブロック3b〜3nに
指定された名前管理用ファイル、例えば名前管理用ファ
イル名８_-1〜８_-mの１つが検索され、次いでその名前管
理用ファイル名に該当する名前管理用ファイル1a_-1〜1a
_-mの１つの中で指定されたファイル6aが検索される。こ
れによって、ファイルシステム10b 〜10n 内の各ファイ
ル6b〜6nと所望のデータブロック3aにリンクされる名前
管理用ファイル1a_-1〜1a_-m内のファイル6a間にデータブ
ロック3b〜3nと親名前管理用ファイル７を介してシンボ
リックリンク５が形成される。

【００２８】以上のように図１においては名前管理用フ
ァイル1aを分割し、分割した名前管理用ファイル1a_-1〜
1a_-mの上位に親名前管理用ファイル７を設けることによ
って名前管理用ファイルが２層に形成されることとな
り、ファイル6aの検索は最初に親名前管理用ファイル７
によって名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-mのひとつを検索
し、次に検索された名前管理用ファイル内で指定された
ファイル6aを検索するという２段に分けて行われる。こ
のため、指定されたファイル6aを検索する際に分割前の
名前管理用ファイル1a内のファイル6aを全数検索する必
要がなくなり、ファイルリンク形成の際のファイル検索
時間が大幅に短縮される。また、ファイル名の追加に際
して同一ファイル名が存在するか否かを名前管理用ファ
イルによって確認する場合も同じく検索時間が短縮され
る。検索時間の短縮効果はファイル6aの総数が多いほど
大きい。

【００２９】

【実施例】図２は本発明の実施例のファイルリンクの構
成図、図３は本発明の実施例のディレクトリ構成図であ
る。全図を通じ、同一符号は同一対象を示す。

【００３０】図２の例ではファイルシステム10a （以
下、ファイルシステムＡと記す）にファイルの実体であ
るデータブロック3aが集中して設けられ、ファイルシス
テムＡ内に他のファイルシステム10b 〜10n （以下、フ
ァイルシステムＢ〜Ｎと記す）からアクセスされる数に
等しい数のファイル6aが設けられている。このファイル
6aはほぼ同数からなる複数（ｍ）の群に分割され、分割
されたファイル群にそれぞれ名前管理用ファイル1a_-1〜
1a_-mが設けられている。更に、名前管理用ファイル1a_-1
〜1a_-mの上位には親名前管理用ファイル７が設けられ、
親名前管理用ファイル７には名前管理用ファイル1a_-1〜
1a_-mの名前が名前管理用ファイル名８_-1〜８_-mとして登
録されている。

【００３１】図２には３つの名前管理用ファイル1a_-1,
1a_-j, 1a_-mのみが示されているが、各名前管理用ファイ
ル1a_-1, 1a_-j, 1a_-mの具体的な名前をそれぞれ「００
０」、「ＪＪＪ」、「ＮＮＮ」とし、図２の親名前管理
用ファイル７内には名前管理用ファイル名８_-1、８_-j、
８_-mが「ディレクトリ０００」、「ディレクトリＪＪ
Ｊ」、「ディレクトリＮＮＮ」と記載されている。

【００３２】名前管理用ファイル1a_-1, 1a_-j, 1a_-m内の
ファイル6aの数は前記のようにほぼ同数であるが、図２
ではそれぞれ１または２個のファイル6aのみがファイル
Ａ−１〜Ａ−ｙとして図示されている（以下、ファイル
6aを個別に指す場合にはファイルＡ−１〜Ａ−ｙを用い
る）。なお、ファイルＡ−ｙは追加予定のファイルを示
している（後述）。

【００３３】図２では、ファイルＢ−１とファイルＣ−
ｊの実体がファイルＡ−１の実体と同一、ファイルＢ−
２の実体がファイルＡ−２の実体と同一、ファイルＮ−
ｘの実体がファイルＡ−ｘの実体と同一である例を示し
ており、ファイルＢ−１、ファイルＢ−２、ファイルＣ
−ｊ及びファイルＮ−ｘと各ファイルの実体であるファ
イルシステムＡ内の３つのデータブロック3aとがシンボ
リックリンク５、ハードリンク４を介してリンクされて
いる状態が図示されている。

【００３４】ファイルシステムＢの名前管理用ファイル
1b内のファイルＢ−１がファイルＡ−１の実体であるフ
ァイルシステムＡのデータブロック3aにアクセスする場
合、ファイルＢ−１は先ずファイルシステムＢ内におい
てｉノード2bを介してデータブロック3bにアクセスされ
るが、このデータブロック3bにはファイルＡ−１へのパ
ス情報として所望のデータブロック3aを含むファイルシ
ステムＡ内の親名前管理用ファイル７の名前（図２では
親名前管理用ファイル７は１つのみであり、名前の記載
は省略）、名前管理用ファイル名８_-1〜８_-mの一つとし
て「ディレクトリ０００」、名前管理用ファイル1a_-1〜
1a_-m内のファイル6aとして「ファイルＡ−１」が保持さ
れている。

【００３５】ファイルＢ−１がファイルＡ−１の実体で
あるデータブロック3aにアクセスする場合、先ずｉノー
ド2bを介してデータブロック3bにリンクされ、データブ
ロック3bに保持されている前記の情報によりファイルシ
ステムＡの親名前管理用ファイル７が選択され、親名前
管理用ファイル７内で名前管理用ファイル名に相当する
「ディレクトリ０００」が検索される。「ディレクトリ
０００」が検索されると「ディレクトリ０００」に対応
する名前管理用ファイル1a_-1内で「ファイルＡ−１」の
検索が行われ、「ファイルＡ−１」が検索されるとファ
イルＢ−１とファイルＡ−１の間にシンボリックリンク
５が形成される。

【００３６】以上のように、ファイルＢ−１とファイル
Ａ−１はデータブロック3bと親名前管理用ファイル７を
介してシンボリックリンク５により結合されるが、ファ
イルＡ−１はハードリンク４及びｉノード2aを介してデ
ータブロック3aにリンクされるため、ファイルＢ−１は
ファイルＡ−１の実体であるデータブロック3aにアクセ
スされる。

【００３７】ファイルＢ−２、ファイルＣ−ｊ及びファ
イルＮ−ｘも同様にしてそれぞれファイルシステムＡの
各データブロック3aにアクセスされるが、図示のように
ファイルＣ−ｊはファイルＡ−ｊよりハードリンク４を
介してファイルＡ−１の実体であるデータブロック3aに
リンクされるので、ファイルＢ−１とファイルＣ−ｊは
共通のデータブロック3aにアクセスすることになる。一
方、ファイルＢ−２はファイルＢ−１と同一のディレク
トリ０００及び名前管理用ファイル1a_-1を経由するが、
データブロック3bがファイルＡ−２へのパス情報を指定
しているため、名前管理用ファイル1a_-1内でファイルＡ
−２が選択され、ファイルＡ−２の実体であるデータブ
ロック3aにアクセスされる。

【００３８】図３は本発明のファイル管理方式のディレ
クトリ構成の実施例を示した図である。前記したよう
に、ＵＮＩＸオペレーティングシステムではファイルの
ディレクトリはツリー構造をなしているが、図３はこの
ディレクトリのツリーを主体に示したもので、簡略化の
ため、ｉノード２とデータブロック３の記載を省略し、
ファイルシステムとして３つのファイルシステム10a 〜
10c （ファイルシステムＡ〜Ｃと記す）のみを記載して
いる。

【００３９】図３中に／（スラッシュ）が付せられてい
る符号はディレクトリを示しているが、図のファイルシ
ステムＡは、ディレクトリ「／」の下に親名前管理用フ
ァイル７が「ｕｓｒ／」として用意され、親名前管理用
ファイル「ｕｓｒ／」の下に名前管理用ファイル1a_-1〜
1a_-100が結合されている構成の例である。名前管理用フ
ァイル1a_-1〜1a_-100はそれぞれファイル群6a_-1〜6a_-100
の上位に設けられるが、図では各１００個のファイル6a
からなる１００群のファイル群6a_-1〜6a_-100が存在する
例を示し、その中の３つのファイル群6a_-1、6a_-13 、6a
_-100とその上位に設けられた「０００」、「０１２」、
「０９９」の名をもつ３つの名前管理用ファイル1a_-1,
1a_-j, 1a_-mのみを図示している。

【００４０】上記の「０００」〜「０９９」は名前管理
用ファイル1a_-1〜1a_-100の名称であるが、下位のファイ
ル群6a_-1〜6a_-100に対するディレクトリとなっているた
め、図３では「０００／」〜「０９９／」のように記さ
れている。また、名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100の集
合体を名前管理用ファイル1aとして図示している。

【００４１】親名前管理用ファイル「ｕｓｒ／」内には
他のファイルシステムＢ、Ｃなどのデータブロック（図
３では図示省略）に指定された名前管理用ファイルを選
択するために名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-mの名がディ
レクトリ「０００／」〜「０９９／」として保持されて
おり（図示省略）、例えば名前管理用ファイル「００
０」が指定された場合にはディレクトリ「０００／」に
より「０００」の名をもつ名前管理用ファイル1a_-1を検
索し、その名前管理用ファイル1a_-1にアクセスするよう
になっている。なお、図示省略された「ｕｓｒ／」内の
ディレクトリ「０００／」、「０１２／」、「０９９
／」はそれぞれ図２の「ディレクトリ０００」、「ディ
レクトリＪＪＪ」、「ディレクトリＮＮＮ」に相当す
る。

【００４２】図３には各１００個のファイル6aからなる
１００群のファイル群6a_-1〜6a_-100の一部が図示されて
いるが、ファイル6aの名称には上位の名前管理用ファイ
ルの名称を付加して「ファイルＡ−０００−１」などを
用いている。なお、図３のファイルＡ−０００−１は図
２のファイルＡ−１に、ファイルＡ−０１２−３は同じ
くファイルＡ−ｊに相当するものである。その他につい
ても図３と図２は対比して記載されているが、図２のフ
ァイルシステムＮは図３では図示の都合上、ファイルシ
ステムＢと同一のファイルとして図示され、図３のファ
イルＢ−４１〜６０の中の一つが図２のファイルＮ−ｘ
に、図３のファイルＡ−０９９−１００が図２のファイ
ルＡ−ｘに相当するファイルシステムＢにおいてはファ
イルシステムＡのディレクトリｕｓｒと共通のディレク
トリ「／」から得られるディレクトリｕｓｒ１から更に
ディレクトリｕａｄ００が設定され、このディレクトリ
ｕａｄ００と並列にファイルシステムＣにおいてディレ
クトリｕａｄ０１が設定されている。

【００４３】ファイルシステムＢではディレクトリｕａ
ｄ００の下にディレクトリｍｂ０００〜ｍｂ９９９が設
定され、その中の一つのディレクトリｍｂ０００につい
て１組分のファイルとディレクトリの関係が詳記されて
いる。図示のようにディレクトリｍｂ０００の下にはデ
ィレクトリｍｂとｉｆが設定され、ディレクトリｍｂの
下にディレクトリｒｍｂとｓｍｂ（ｒｍｂとｓｍｂは図
２の名前管理用ファイル6bに相当）が設定されている。
ディレクトリｒｍｂとｓｍｂにはそれぞれファイルＢ−
１〜Ｂ−２０及びファイルＢ−２１〜Ｂ−４０が設定さ
れている。ディレクトリｉｆの下にはディレクトリｕｓ
ｒが設定され、その下にファイルｕｓｒｉｎｆとｕｓｒ
ｄｅｆが設定されている。その他のディレクトリのツリ
ーも同様であるので説明は省略する。

【００４４】図３のディレクトリ構成において、例えば
ファイルシステムＢのファイルＢ−１とファイルシステ
ムＣのファイルＣ−１〜Ｃ−２０の一つ（図２のファイ
ルＣ−Ｊに相当するもので、ファイルＣ−１とする）を
ともにファイルシステムＡのファイルＡ−０００−１の
実体であるデータブロック（図示省略）にアクセスさせ
る場合、ファイルＣ─１がシンボリックリンク５でリン
クされるファイルＡ−０１２−３をファイルＡ−０００
−１と結合するｉノード2a（図示省略）に対してハード
リンク４を設けるが、これはファイルシステムＡにおい
てファイルＡ−０００−１とファイルＡ−０１２−３と
をハードリンク４によりリンクさせることで実現され
る。このハードリンク４を設定したうえでファイルシス
テムＢの名前管理用ファイルのファイルＢ−１とファイ
ルシステムＡのファイルＡ−０００−１をシンボリック
リンク５によりリンクさせ、ファイルシステムＣのファ
イルＣ−１とファイルシステムＡのファイルＡ−０１２
−３をシンボリックリンク５によりリンクさせる。以
下、シンボリックリンク５の形成について説明する。

【００４５】例えばファイルＢ−１とファイルＡ−００
０−１との間にシンボリックリンク５を設ける場合、フ
ァイルシステムＢ内において名前管理用ファイル1b内の
ファイルＢ−１の指定するｉノード2bにより結合される
データブロック3b内にはファイルＡ−０００−１へのパ
ス形成に必要な情報として「ｕｓｒ／，０００／，ファ
イルＡ−０００−１」が記憶されており、これによりフ
ァイルＡ−０００−１に至るディレクトリが順次選択さ
れる。

【００４６】最初に親名前管理用ファイルのｕｓｒ／に
アクセスされ、前記したように親名前管理用ファイルｕ
ｓｒ／内で名前管理用ファイルの名称「０００」が検索
される。名前管理用ファイル「０００」が検索されると
「０００」の名をもつ名前管理用ファイル1a_-1にアクセ
スされ、名前管理用ファイル1a_-1の下位にある１００個
のファイル「ファイルＡ−０００−１」〜「ファイルＡ
−０００−１００」の中から指定された「ファイルＡ−
０００−１」が検索される。「ファイルＡ−０００−
１」の検索によりファイルＡ−０００−１の位置が明確
になるとファイルＢ−１とファイルＡ−０００−１の間
にシンボリックリンク５が形成される。図３はシンボリ
ックリンク５が形成された最終の状態を記載している。
これに対して、図２ではシンボリックリンク５を形成す
る過程に関与する各部を図示しているが、図２と図３は
内容として同一のものである。

【００４７】図３では１００個の名前管理用ファイル０
００〜０９９が設けられ、各名前管理用ファイル０００
〜０９９の下に各１００個のファイル6aからなるファイ
ル群6a_-1〜6a_-100が結合されているため、ファイル6aの
総数は１００×１００＝１００００個となっている。以
下、名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100の設定方法につい
て図３のファイルシステムＡを例に説明する。

【００４８】名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100を設定す
る場合には先ずファイル6aの必要数の最大値を想定し、
その数から名前管理用ファイルの数を決める。具体的に
は名前管理用ファイルの最大数をファイル6aの最大数の
平方根程度になるように設定する。図３でファイル6aの
最大数が１００００個であると想定された場合、名前管
理用ファイルの数はその平方根の１００個となる（この
例は図１のｍ＝１００に相当する）。そこで１００００
個のファイル6aを略同数からなる１００個のファイル群
6a_-1〜6a_-100に分ける。従って、各ファイル群6a_-1〜6a
_-100のファイル数はそれぞれ１００個となる。

【００４９】この結果により、１００個の名前管理用フ
ァイル０００〜０９９を設け、各名前管理用ファイル０
００〜０９９の下に各１００個のファイル6aからなる１
００個のファイル群6a_-1〜6a_-100を結合するとともに親
名前管理用ファイル７の中に名前管理用ファイル０００
〜０９９の名をディレクトリとして登録する。

【００５０】この１００００個のファイル6aの中から特
定のファイル、例えばファイルＡ−０１２−３を検索す
る場合は、先ず親名前管理用ファイル７の１００個のデ
ィレクトリ０００〜０９９の中から指定された名前管理
用ファイルの名に一致するディレクトリ、即ち、ディレ
クトリ０１２を検索し、ディレクトリ０１２が検索され
たのちにディレクトリ０１２によって定まる名前管理用
ファイル1a_-13 の下に結合されているファイル群1a_-13
内の１００個のファイルＡ−０１２─１〜Ａ−０１２─
１００の中から指定されたファイルＡ−０１２─３を検
索する。従って、この方法による検索回数は最大で１０
０＋１００＝２００回となる。

【００５１】これに対して従来技術の構成では名前管理
用ファイル1aは図７のように１群で構成されているた
め、その中から特定のファイルＡ−ｊを検索する際には
名前管理用ファイル1a内を順次検索することとなり、フ
ァイル6aの総数が１００００個であれば、最大１０００
０回の検索が必要となる。

【００５２】一般に、名前管理用ファイルの数をｍ、各
名前管理用ファイル内のファイル数をｐ（ファイルの総
数はｍ×ｐ）とすれば、全ファイルｍ×ｐ個の中から１
つのファイルを検索する場合、本発明では最大でｍ＋ｐ
回の検索を行えばよいのに対して、従来技術では１つの
名前管理用ファイル内の全ファイルを検索するため、検
索回数の最大数はｍ×ｐとなる。従って、本発明の検索
回数は従来技術に比して著しく減少する。

【００５３】次に、新たにファイルを追加する場合、例
えば、図２においてファイルＡ−１〜Ａ−ｘが存在して
いる状態で新たにファイルＡ−ｙを追加する場合につい
て説明する。前記したように同一名前管理用ファイル内
には同一ファイル名が存在してはならないため、新たに
追加するファイルＡ−ｙとファイル名が一致するファイ
ルが存在しないことを両ファイル名を比較することによ
って確認する必要がある。従来技術では既に存在するフ
ァイルの総数が１００００個であればこの確認に必要な
最大検索回数は１００００回となる。

【００５４】一方、本発明の場合は親名前管理用ファイ
ル７の中と名前管理用ファイルファイル1a_-1〜1a_-mの中
に追加するファイル名と同じ名が存在しないことを確認
する必要があるが、これを図３の例により説明する。図
３では名前管理用ファイル1a _-1〜1a_-100の名とファイル
6aの名は桁数が異なっているが、実際には両者の桁数は
同一であるため、親名前管理用ファイル７の中に登録さ
れている名前管理用ファイルの名前（ディレクトリ名）
に追加ファイルと同じ名前がないことを確認することが
必要となる。この確認は図３の名前管理用ファイル1a内
の１００個の名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100と新たに
追加するファイルの名を比較するので比較回数は最大１
００回となる。

【００５５】同一名称がないことが確認された場合、名
前管理用ファイル1a_-1〜1a_-mの中から名前管理用ファイ
ルを１つを選定し、選定した名前管理用ファイル（例え
ば、名前管理用ファイル1a_-100）の下のファイル群（フ
ァイル群6a_-100）にファイルＡ−ｙを追加するが、その
際、ファイル群6a_-100内に同一名称のファイルがないこ
とを確認する。この場合に比較するファイルは１００個
のファイルＡ−０９９−１〜Ａ−０９９−１００である
ため、最大検索回数は１００となる。以上のように、本
発明では名前管理用ファイルの中に追加するファイルと
同一名称がないことを確認したのちは、１つの名前管理
用ファイルを選択してその下に同一ファイル名が存在す
るか否かを確認すればよいため、検索回数の最大数は上
記のように１００＋１００＝２００回となる。

【００５６】ファイル数と名前管理用ファイル数をシン
ボリックリンク５形成の際と同一条件とすれば、本発明
の最大比較回数がｍ＋ｐ回であるのに対して、従来技術
の最大比較回数はｍ×ｐ回となり、本発明の比較回数は
従来技術に比して大幅に減少する。

【００５７】次に各名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100の
下のファイル群6a_-1〜6a_-100に含まれるファイル6aの数
（以下、各名前管理用ファイル内のファイル数と記す）
をほぼ平等にする方法について図３の例で説明する。そ
の方法として、例えばテーブルなどを用意し、新規にフ
ァイルを作成したときに各名前管理用ファイル内のファ
イル数が同数となるようにその新規ファイルの所属する
名前管理用ファイルを選定してもよいが、各名前管理用
ファイル内のファイル数は完全に同一数である必要はな
いため、新たに作成したファイルをいずれかの名前管理
用ファイル1a_-1〜1a_-100に割り付ける際に時刻情報を使
用する方法が実際的である。

【００５８】時刻情報として、例えば１９７０年１月１
日０時００分からの経過時間を秒で表示した場合の下３
桁の数字を用いる。このようにすると、新規に追加する
ファイル6aは名前管理用ファイル1a_-1〜1a_-100の下にラ
ンダムに割り付けられるので特定の名前管理用ファイル
に多くのファイルが集中することがない。

【００５９】以上、図２及び図３により本発明の実施例
を説明したが、図２及び図３はあくまで本発明の一実施
例を示したものであり、例えばディレクトリ及びファイ
ルの名称、トリーの構成方法、ディレクトリ及びファイ
ルの数などが図示したものと異なっても本発明の効果が
変わらないことは勿論である。

【００６０】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
複数のファイルシステムが存在し、任意のファイルシス
テム内の任意のファイルより他の任意のファイルシステ
ム内の任意のデータブロックにアクセスさせる情報処理
システムにおいて、ファイルリンク形成時及びファイル
作成時に必要なファイル検索のための所要時間が著しく
短縮される。特に、ファイルの実体をなすデータブロッ
クを特定のファイルシステムに集中設置した情報処理シ
ステムにおいて、データブロックが集中されたファイル
システムに設けられるファイルの数が多い場合に検索時
間の短縮効果が大きいため、かかるファイル構成をもつ
情報処理システムにおける処理効率の向上とファイル作
成作業時間の短縮化に大きく貢献する。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の原理説明図

【図２】 本発明の実施例ファイルリンク構成図

【図３】 本発明の実施例ディレクトリ構成図

【図４】 ファイル構造図

【図５】 ハードリンクの構成図

【図６】 従来技術のファイルリンクの構成図（その
１）

【図７】 従来技術のファイルリンクの構成図（その
２）

【符号の説明】

1a〜1n、1a_-1〜1a_-m 名前管理用ファイル 2a〜2n ｉノード 3a〜3n データブロック ４ ハードリンク ５ シンボリックリンク 6a〜6n ファイル ７ 親名前管理用ファイル ８_-1〜８_-m 名前管理用ファイル名 10a 〜10n ファイルシステム

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 岩垣 豊 石川県金沢市尾山町１番８号 富士通北陸 通信システム株式会社内

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 それぞれ名前管理用ファイル (1a〜1n)
   内のファイル (6a〜6n) によって指定されたｉノード
   (2a〜2n) により所定のデータブロック (3a〜3n) にア
   クセスさせる複数のファイルシステム(10a〜10n)が存在
   し、かつ、任意のファイルシステム(10b〜10n)内の任意
   のファイル (6b〜6n) より他の任意のファイルシステム
   (10a) 内の任意のデータブロック(3a)にアクセスさせる
   ために、アクセスされるデータブロック(3a)を含むファ
   イルシステム(10a) 内の名前管理用ファイル(1a)内にリ
   ンクされる数に等しい数のファイル(6a)を設け、該ファ
   イル(6a)とアクセスされる前記データブロック(3a)に対
   応するｉノード(2a)との間をハードリンク(4) により結
   合して異なるファイルシステム(10a〜10n)に個々に存在
   する名前管理用ファイル (1a〜1n) 内のファイル (6a〜
   6n) 同士をリンクさせる情報処理システムのファイル管
   理方式であって、 アクセスされる前記データブロック(3a)を含むファイル
   システム(10a) の前記名前管理用ファイル(1a)内のファ
   イル(6a)をほぼ同数からなる複数（ｍ）の群に分割する
   とともに群ごとの名前管理用ファイル (1a_-1〜1a_-m) の
   名前管理用ファイル名(8_-1〜 8_-m) を親名前管理用ファ
   イル(7) 内に設け、 前記データブロック(3a)にアクセスする前記各ファイル
   システム(10b〜10n)の前記各ファイル (6b〜6n) と、ア
   クセスされる前記データブロック(3a)を含むファイルシ
   ステム(10a) 内において該データブロック(3a)にリンク
   される前記各ファイル6aを、前記ファイルシステム(10b
   〜10n)の各データブロック (3b〜3n) 及び前記親名前管
   理用ファイル(7) を介してシンボリックリンク(5) によ
   り結合させることを特徴とするファイル管理方式。