JPH08278906A - 記憶媒体のファイル管理装置及びファイル管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】この発明の目的は、記憶装置のサイズが大きく
なっても、ファイル管理用のテーブルが大きなメモリを
占有することがなく、また、管理速度の速いファイル管
理装置及びファイル管理方法を提供することにある。 【構成】本発明は、記憶媒体を複数のセクタに分割し、
該セクタのＩＤ情報に基づいて記録媒体上に記憶され
た、または記憶されるファイルの管理を行う装置におい
て、前記セクタ中に他のセクタとの関係を示したリンク
部を設け、該リンク部の情報に基づいて前記各セクタ中
のデータを連結し、ファイル管理を行う装置及び方法で
ある。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、フロッピーディスクや
ハードディスク等の記憶媒体に対するファイル管理装置
及びファイル管理方法であって、特に書き込み、読み出
し速度を向上させた装置及び方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムには、フロッピー
ディスク（以下、ＦＤＤという）や固定ディスク（以
下、ＨＤＤという）などのディスク状の磁気的記憶媒体
が使われている。こららの機器はコンピュータの補助記
憶装置として重要であって、その記憶容量は日に日に大
きくなっている。以下、現状のディスク状の磁気記憶体
の記憶方法を概略する。

【０００３】ＦＤＤは音楽のＣＤと同様に、表面に磁性
体がコーティングされた円盤状のデータ記憶媒体であ
り、ＨＤＤは円盤状の記憶媒体を複数層に重ねたシリン
ダ状の記憶媒体である。これらＦＤＤやＨＤＤは記憶媒
体として使用する前に、コンピュータの信号処理を司る
オペレーションシステムプログラム（以下、ＯＳとい
う）によりフォーマット処理される。すなわち、これら
円盤状の記憶媒体は同心円の細い帯によって区切ってこ
れをトラックとし、さらにトラックを放射状に分割して
セクタとする。このセクタがディスクの記憶単位とな
る。そして、ディスク装置は、そのヘッドをトラックに
沿って走査し、これら記憶媒体上にデータを記憶し、ま
たは記憶されたデータを読み出す。なお、ＨＤＤは磁気
ディスクを多層化したものであって、各層にヘッドを持
ち、データへのアクセスを迅速に行える構造としてい
る。

【０００４】ヘッドのアクセスのため、セクタにはアド
レスが定義され、ヘッドの位置をソフトウエア側で制御
することによりディスク上の任意の位置にアクセスを可
能とする。セクタはセクタＩＤ部とセクタデータ部に分
割され、アドレス情報はＩＤ部が有する。記憶媒体上に
書き込まれるデータは複数のセクタをアドレスにより関
連付けたうえで、複数のセクタにまたがって記憶される
場合がある。

【０００５】一方、ソフトウエアがディスク上でデータ
を管理する方法（ファイル管理方式）は複数あるが、パ
ーソナルコンピュータクラス用のＯＳであるＭＳ−ＤＯ
Ｓでは、ファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）方
式が採用されている。このＭＳ−ＤＯＳのフォーマット
コマンドを使用するとディスクは５１２バイト／セクタ
でフォーマットされる。ＦＡＴ領域はフォーマットの際
に所定の位置に確保され、以下に説明するクラスタ単位
にどの順番に読んでいくかの情報がまとめて記憶されて
いる。なお、ＦＡＴ領域は安全の面から通常は２つのＦ
ＡＴがおかれＦＡＴ１，ＦＡＴ２と呼ばれる。

【０００６】データ領域はクラスタという単位にブロッ
ク分けされる。クラスタはディスク上で連続する１〜８
個程度のセクタで構成されるファイル定義専用のセルで
ある。クラスタは若い番地から２、３・・・と連番が付
されており、ＦＡＴのエントリ（０、１、２・・・）と
対応する。ＦＡＴのエントリｎはクラスタｎが保持する
情報である。１個のファイルはその容量を満たすに足る
複数のクラスタから構成する。クラスタは連続する必要
はなく、その連続性は各クラスタに対応するＦＡＴエン
トリが次に位置するクラスタの番号を保持することによ
って管理される。

【０００７】ディスク上にこのような処理を施すのは、
メンテナンスのためである。ディスク上に順次にファイ
ルを定義してゆくと、ファイルの更新が行われたとき、
そのサイズがもとのままであることは稀で、小さくなっ
たり、大きくなったりする。小さくなった場合は、同じ
場所に置くとしても、不使用部分が発生する。大きくな
ったときは今まで使用していた領域を不使用にし、新た
な領域をアサインして、そこに書き換えなければならな
い。このような不使用部分をガーベージというが、この
不使用部分を再利用するためにガーベージコレクション
等の処理を行わねばならない。ＦＡＴ方式はこういった
煩わしさからフリーになっている。但し、クラスタのつ
ながりが混然としてゆくことは避けられず、ディスクの
構造面から、そのアクセス性能は徐々に劣化する。

【０００８】なお、現在汎用されるフォーマットの規格
として、(1) ＩＢＭフォーマット（アメリカ、日本）、
(2) ＥＣＭＡ／ＩＳＯフォーマット（ヨーロッパ）があ
り、機器間の互換が保たれている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、ＦＡＴ
方式はメンテナンスフリーな環境を提供する優れた手法
であるがアプリケーションからみれば空間的にも、処理
速度の点でも完全なオーバーヘッドになっておりできる
だけ小さい方が望ましい。

【００１０】ＦＡＴによって定義されたファイルは、
(1) シークエンシャルアクセス（順次処理）及び(2) リ
ラティブアクセス（ディスク上のアドレスを使ったラン
ダムアクセス）することが可能である。また、リラティ
ブアクセスを使用して構成するインデックスシークエン
シャルファイル（ＩＳＦ）を作ることができる。このう
ち、リラティブアクセスを行う場合は、アドレスが指定
されたとき、それがディスク上のどの位置にあるかはＦ
ＡＴを順に探っていかねばならず、ＦＡＴをメモリ上に
置いた上でファイル管理を行う必要がある。

【００１１】ここで、ＦＡＴ方式において、ＦＡＴのサ
イズとカバーできるディスクの容量との関係を計算して
みる。ＦＡＴ方式には、ＦＡＴの１エントリの長さによ
って、１２ビットＦＡＴ、１６ビットＦＡＴがある。こ
れらの１エントリのサイズはそれぞれ１２ビット、１６
ビットである。最近は大容量のディスクに対応するため
に３２ビットＦＡＴも登場してきた。ＦＡＴの１エント
リはクラスタに対応する。従ってカバーできるディスク
のサイズはクラスタのサイズに関係するがここでは１セ
クタ５１２バイトでクラスタサイズが１セクタと８セク
タの場合のみを示す。

【００１２】（１２ビットＦＡＴの場合）１２ビットＦ
ＡＴのエントリ数は４０９６である。４０９６クラスタ
＝４０９６＊５１２バイト＝２の２１乗＝２ＭＢ、１ク
ラスタ＝８セクタの時 ２ＭＢ＊８＝１６ＭＢ、とな
る。このときのＦＡＴのサイズは、１２ビット＊４０９
６＝１．５バイト＊４０９６＝６１４４バイト、とな
る。

【００１３】（１６ビットＦＡＴの場合）１６ビットＦ
ＡＴのエントリ数は６５５３６＝２の１６乗である。２
の１６乗クラスタ＝２の１６乗＊２の９乗＝２の２５乗
＝３２ＭＢ、１クラスタ＝８セクタの時 ３２ＭＢ＊８
＝２５６ＭＢ、となる。このときのＦＡＴのサイズは、
１６ビット＊６４ＫＢ＝１２８ＫＢ、となる。

【００１４】（３２ビットＦＡＴの場合）同様にカバー
できるディスクのサイズは２の３２乗クラスタ＝２の３
２乗＊２の９乗＝４ＧＢ＊５１２＝２ＴＢ、１クラスタ
＝８セクタの時は ２ＴＢ＊８＝１６ＴＢ、となる。こ
のときのＦＡＴのサイズは、３２ビット＊２の３２乗＝
４バイト＊４Ｇ＝１６ＧＢ、となる。

【００１５】これは明らかにコンピュータの管理するメ
モリを越えており（３２ビットＣＰＵで４ＧＢの空間し
かない）現実的でない。そこで現状で最大級の容量を持
つと思われる２ＧＢのディスクについて計算すると、２
ＧＢのディスクは２ＧＢ／５１２＝４Ｍ個のセクタを持
つから、これに必要なＦＡＴサイズは、３２ビット＊４
Ｍ＝１６ＭＢ、となり、１クラスタ＝８セクタであれ
ば、１６／８＝２ＭＢ、となる。

【００１６】現状のコンピュータシステムが装備してい
るメモリは１６ＭＢ〜３２ＭＢが上限であるからこれを
全てメモリに置くとすればその８分の１から１６分の１
といった大きな領域がディスク管理に使われることにな
る。このように、ＦＡＴ方式はリラティブアクセスを行
える点で優れているものの、取り扱うディスクサイズが
大きくなればなるほど、メモリを大きく占有することに
なり、非効率的なファイル管理を行わざるを得なくな
る。

【００１７】そこでこの発明の目的は、ディスクサイズ
が大きくなってもファイル管理用のデータにメモリが占
有されることなく、効率的なファイル管理を行うことが
できる装置及びその方法を提供することにある。

【００１８】

【発明を解決するための手段】本発明は、記憶媒体を複
数のセクタに分割し、該セクタのＩＤ情報に基づいて記
憶媒体上に記憶された、または記憶されるファイルの管
理を行う装置において、前記セクタ中に他のセクタとの
関係を記したリンク部を設け、該リンク部の情報に基づ
いて前記各セクタ中のデータを連結し、ファイル管理を
行うファイル管理装置を提案して、上記課題を解決す
る。

【００１９】また、記憶媒体を複数のセクタに分割し、
該セクタ上に、該セクタのアドレスを表示するＩＤ部
と、書き込み及び読み出されるデータを格納するデータ
部と、複数の前記セクタとの関係を記したリンク部とを
設け、前記リンク部と前記ＩＤ部を用いて前記各セクタ
を関連付け、前記セクタ上のデータ部に連続してデータ
を読み出し、または書き込みを行うファイル管理方法を
提案する。

【００２０】

【作用】各セクタのＩＤ部とリンク部とを用い、複数の
セクタを関係付け、各セクタのデータ部に記憶された、
または記憶されるデータを連続して処理する。この
際、、従来のファイル管理装置及びファイル管理方法の
ごとく、セクタの関係付けをメモリ上のＦＡＴによって
行う必要がないため、メモリと記憶装置との間で情報の
受け渡しを不要とし、記憶装置上でセクタを関連付ける
ので高速処理を可能とする。

【００２１】また、ファイル管理用のＦＡＴがメモリを
占有することがないため、記憶装置の大容量化によって
増大するＦＡＴ領域により、有効なメモリが圧迫される
ことはない。

【００２２】

【実施例】以下、記憶媒体としてＦＤＤ及びＨＤＤ等の
磁気ディスクを例に上げて、本発明の情報管理装置（以
下、バーチャルディスク装置という）及び方法の実施例
を説明する。図１はフロッピディスクの構成図であり、
図２はフロッディスクのフォーマットの構成図である。
但し、記憶媒体としては他に光ディスク等が考えられ磁
気ディスクに限定されるものではない。

【００２３】図１(a) に説明するように、フロッディス
クは、塩化ビニルや軟質プラスチック製のジャケット１
内に円盤状の磁気ディスク２を回転可能な状態で納めた
ものである。このジャケットには磁気ディスク２の半径
方向に長いヘッドウインドウ３が開口されており、この
ヘッドウインドウ３を介してディスクドライブ装置のヘ
ッド（図示せず）が接触し、データの書き込み、読み出
しを行う。

【００２４】磁気ディスク２は、ジャケット１内で回転
するために、ヘッドとの接触点の軌跡は円を描き、環状
の軌跡をトラックＴと定義する。そしてヘッドを磁気デ
ィスク２の半径方向に移動させることにより、磁気ディ
スク２の周縁側から中心に向かって、同心円状のトラッ
クＴ１、Ｔ２、・・・ＴＮ・・・ＴＬを定義する。

【００２５】磁気ディスク２にはインデックスホール２
ａが開口されており、インデックスホール２ａの回転軌
跡上に対応して、ジャケット１にはインデックスウイン
ドウ１ａが開口されている。そして、これらインデック
スホール２ａとインデックスウインドウ１ａと一致の一
致をＦＤＤ装置がセンサで感知し、この時点でヘッドが
磁気ディスク２に接触している位置をトラックＴの開始
点とする。

【００２６】図１(b) 及び図２に示すように、各トラッ
クＴは、磁気ディスク２の半径方向に放射状に分割さ
れ、プリ・アンブル、複数のセクタＳ、ポスト・アンブ
ルに分割定義される。プリ・アンブル及びポスト・アン
ブルは、異なったＦＤＤ間でのインデックス信号検出位
置と、ヘッドの位置の誤差や回転変動などに対して、セ
クタＳの読取りマージンを得るために設けられるもので
ある。

【００２７】次に、図２に基づいて、バーチャルディス
ク装置によるＦＤＤのフォーマット例を説明する。上記
したトラックＴ上のセクタＳはＩＤ部、リンク部、デー
タ部に分割定義される。ＩＤ部は各セクタＳのアドレス
が記されており、データ部にはソフトウエアが管理する
実際の情報が記憶される。そして、各セクタＳのデータ
部の情報は連結して使用されるが、リンク部にはそのセ
クタＳ上の情報がどのセクタＳ上の情報につながるかを
指示する、次のセクタＳのアドレスが記憶されている。
図中、ｔはタイミング用のギャップ、Ｃはシリンダアド
レス（0,1,2,…）、Ｈはヘッドアドレス（0,1,2,…）、
Ｒはセクタアドレス（1,2,3,…）、Ｎはセクタ標識（セ
クタサイズの標識）、CRC はサイクリックリダンシィチ
ェックである。

【００２８】すなわち、従来のＦＡＴ方式のようにメモ
リ上で各セクタＳの連結を管理する方式に比べて、本発
明の情報管理装置及び方法では、各セクタＳ上のリンク
部の関連情報に基づいてより直接的にＦＤＤやＨＤＤ等
の記憶装置の管理を行う。

【００２９】なお、リンクの位置はＩＤ部とデータ部の
間に置くのが最も有効である。リンク部は読むことが多
いのでこれを読みとってから次のセクタＳに対する動作
を決定するまでの時間をデータ部の読み込み時間に当
て、この分だけの余裕をとることができるので、より安
定した動作が保障できるからである。

【００３０】また、他のセクタを指定してリンク付けす
る際、そのセクタに対して、磁気ディスク２の回転方向
後ろ側のセクタを指定することにより、回転による待ち
時間を小さくすることができ、より望ましい。

【００３１】バーチャルディスク装置の情報管理方法を
以下に説明する。バーチャルディスク装置はコンピュー
タとのインターフェースにおいて、現状のディスク装置
（ＦＤＤ及びＨＤＤを総称して、以下ディスクという）
がリリーズしている機能に加えて次のような機能や指令
を持たせることができる。

【００３２】１）連続セクタアクセス 上述した各セクタのＩＤ情報とリンク部情報とを用い
て、複数のセクタを連結させてアクセスする機能であ
る。バーチャルディスクが装置上にあるとき、装置がリ
ンクを判別しそれによって次にどのセクタＳにアクセス
するかを決定する機能を持つ。記憶装置がＨＤＤ装置の
場合は、連続セクタの状態は次の類型に分類される。す
なわち、(1) シリンダが異なる場合、(2) シリンダが同
じでもヘッドが異なる場合、(3) 同じシリンダ、ヘッド
内で発生する場合、の３通りである。(2) 及び(3) のケ
ースは同じシリンダ内なのでディスクの回転による待機
を行えばよく、この間ＣＰＵとディスク装置のインター
フェースを占有させることに問題はない。

【００３３】一方、(1) のケースではシーク動作を伴う
のでインターフェースにとって無視できない遅れとなる
ため、一旦転送を中止しディスク装置側に準備ができし
だい転送を再開する。このシステム管理のすべてをバー
チャルディスク装置に委せることはできない場合があ
り、その場合はソフトウエアで処理を行えばよい。

【００３４】２）リンクに対するアクセス セクタアドレスを指定して、そのリンク部のみを操作す
る機能である。リンク系列の中から、指定されたアドレ
スの直前のセクタを検出する機能（コンペア機能と定義
する）を持たせることによって、ディスクのアクセス性
能をほとんど落とすことなく管理することができる。こ
のため、積極的な意味でもメンテナンスフリーなバーチ
ャルディスク装置とすることができる（以下に述べる管
理手法を参照）。

【００３５】３）リンクとデータに対するアクセス セクタアドレスを指定してそのリンクとデータを同時に
アクセスする機能である。記憶装置による情報管理作業
は次のタイプに分類される。 (1) リンクを読み、データも読む (2) リンクを読み、データは書く (3) リンクを書き、データも書く これらは連続セクタアクセスとの関係で、１セクタのみ
の機能とすることもできるし、リンクを読む場合は、最
後のリンクのみを返してデータ部を連続に処理する場合
とがある。リンク、データとも書く場合はいずれにして
も１セクタの機能でよい。リンクを更新する場合はリン
クのみに連続リード（読み出し）、連続ライト（書き込
み）を適用する方がソフトウエアの立場からは有効であ
る。

【００３６】以下バーチャルディスク管理手法を説明す
る。ディスク上のセクタは、ファイルとして使われる
か、不使用になっているかのいずれかである。先ず、不
使用のセクタの管理方法について述べる。

【００３７】バーチャルディスクにおいては不使用のセ
クタを管理するのに、すべての不使用セクタをリンクに
よって接続し、その先頭のセクタを例えば、ルートディ
レクトリの１エントリに登録するだけでよい。ファイル
の処理過程で新たなセクタが必要であれば不使用セクタ
のリンク系列の先頭から１セクタ取り出し、ルートディ
レクトリのエントリを更新しておけばよいからである。
この場合には、ＦＡＴ方式におけるＦＡＴは不要であ
り、ＦＡＴ方式と同等の性能のディスク管理が可能であ
る。

【００３８】しかし一方で、これでは、ファイルの更新
があるたびにそのアクセス性能が徐々に劣化していって
しまう。これを避けるためにシリンダテーブルを導入す
る。シリンダテーブルは、ＨＤＤ装置のシリンダに対し
て、次のような情報を持つテーブルである。

【００３９】・各シリンダ毎の不使用セクタリンクの先
頭のアドレス ・各シリンダ毎の不使用セクタの数 不使用セクタをシリンダ毎に管理する意味は、ディスク
の構造を考慮してのことである。ディスクアクセスの際
には、ディスクのアドレスを指定するが、そのアドレス
はシリンダアドレス、ヘッドアドレス、セクアタドレス
に分解される。ディスクのアクセスはこのアドレス構造
に従って２つの動作が組み合わせられる。先ず、シリン
ダアドレスを指定して、アクセスするトラック位置にヘ
ッドを移動する（シーク）。続いて、シリンダ、ヘッ
ド、セクタを指定して、所定のセクタをアクセスする。
この２つの動作には各々機械的な動作が伴う。

【００４０】シークの際には、ヘッドを移動する為にス
テッピングモータを使用し、アクセスの際には円盤の回
転があり、目的のセクタに到達するには、平均的に 1/2
回転の遅れが伴う。ハードウェアが連続アクセスするの
は、この回転の遅れを連続にアクセスする時に省略する
ためである。１つのファイル空間を構成する前後のセク
タがハードウェア上もできるだけ連続になるようにでき
れば、連続アクセスのあとのセクタでは、回転の遅れを
見込む必要はなくなる。それで、ハードウェアの前後関
係を考慮したセクタ間の管理ができれば、ディスクのア
クセス性能を高めることができる（このことから、リン
クに対するアクセスでコンペア機能の有用性を証明でき
る。コンペア機能があれば、空リンクをそのアドレスの
順に従って管理ができる）。

【００４１】また、前後のセクタ間がシーク動作を伴わ
なければならないような場合であっても、その移動距離
はできるだけ小さいほうが有利である。シリンダテーブ
ルはファイルを構成する場合に、リクエストのあったと
き、前に位置するディスクのアドレスに対し、できるだ
け同じトラックの中からそれを選ぶことを可能とし、次
善に、その前後に割付けることができるので、この点の
有利さも獲得できる。

【００４２】さらに、ファイルから不要なセクタが生じ
たとき、これはシリンダ単位に管理されることになるの
で、次回のアサインにたいしては、性能をできるだけ落
とさないようにアサインすることができるので、アクセ
ス性能を劣化させることは防げる。

【００４３】ここに示した２つの不使用セクタの管理方
法は、システムの要求にあわせて使い分けるべきであ
る。すなわち、アクセス性能を犠牲にしても、スペース
的により無駄の少ない方法としたければ前者を、アクセ
ス性能をできるだけ確保しようとすれば後者を採用すれ
ばよい。ここでは諸計算を行うとき、アクセス性能を保
持できる後者によって話を進める。

【００４４】ディスクのセクタがファイルの構成要素に
なっている場合は、ファイルのディレクトリがこれを管
理する。バーチャルディスクでは、ファイルの構成をシ
ークエンシャルファイル（ＳＦ）かインデックスシーク
エンシャルファイル（ＩＳＦ）の形式で管理する。ＳＦ
の場合には、リンクによって結合された、セクタ列の先
頭のセクタアドレスをディレクトリに登録すればよい
し、ＩＳＦの場合（構造については後述）には、階層構
造の頂点にあるセクタのアドレスのみをディレクトリで
管理する。

【００４５】リラティブアクセスを行う場合は、このま
までは何の手段も持たずディスクの最大の特長であるラ
ンダムアクセス機能が獲得できない。しかし、このラン
ダムアクセス機能も、ＩＳＦを用いた、ソフトウエアに
よるファイル管理を行えば、同様の機能を獲得すること
ができる。

【００４６】ＩＳＦの構成方法はいろいろ考えられる
が、以下最も単純な例でこれを示す。いま、ソフトウエ
ア（アプリケーション）が定義し、取り扱うレコードを
ブロックごとに管理し、数十のレコードがその中に納め
られかつセクタの倍数になるように定義する（なお、バ
ーチャルディスク上ではブロックサイズを可変にしても
ソフトウエアに対する負担は小さいがここではレコー
ド、ブロックとも固定長とする）。

【００４７】バーチャルデスク上ではブロックに相当す
るセクタ列をそのサイズの大小に関わらず、１回のアク
セスで読み込み可能なようにアサインする。ブロックの
中にはレコードを次のように納める。

【００４８】レコードをそのキーの順序に並べ、それを
ブロックに順に納めてゆく。この時レコードは２つのブ
ロックにまたがらないようにし、さらにレコードのシー
クエンスの中に追加があっても、ある程度までこれを吸
収できるような余裕を持って割り当て、その件数をブロ
ックで管理する。このようにレコードをブロックに当て
はめてゆくとレコードのシークエンスと同じシークエン
スを持ったブロックの列が得られる。

【００４９】次にブロックレベルでの管理を行い、各ブ
ロックの関係をリンクさせる（このリンクをビフォ、ネ
クストと言う）。また、ブロックの一番先頭または一番
最後のレコードのキーを代表させてブロックのキーとす
る。次にブロックのキーとブロックのアドレスを組とし
てキーレコードを作成する。このキーレコードはレコー
ドのシークエンスと同じシークエンスを持っている。こ
れに対しても上述と同じ操作を行う。

【００５０】以上の管理を繰り返すと、作られたキーの
系列はピラミッド状の階層構造を構成することになる。
レコードにアクセスしたいときにそのキーを持ってピラ
ミッドの頂点から順次その直下の階層を検索することに
よって最下層のデータにたどり着くことができるもので
ある。なお、下層のブロックが１段上位のどのブロック
が自分をポイントしているかの情報をを持つことができ
る。このポインタをプライヤと呼ぶ。

【００５１】バーチャルディスク上においても、ソフト
ウエアによる上記ＩＳＦ構造を持ったファイル管理を行
うことができ、同管理手法を取ればランダムアクセスと
同様の機能を有することができる。さらに、ＦＡＴ方式
であればブロックをクラスタの倍数にとり、１ブロック
のアクセスにクラスタ数のアクセスが必要であるが、こ
れに比べてバーチャルディスク上でＩＳＦ構造を取れば
セクタ数のアクセスで済むために、性能の良いＩＳＦサ
ービスが可能である。

【００５２】以下、バーチャルディスクでリラティブア
クセスをサポートする方法を説明する。この方法におい
ては、ディスクの相対アドレスをキーとするＩＳＦを構
成する。

【００５３】相対アドレスがシリアルであることを利用
すれば、通常のＩＳＦよりもっと効率の良い制御方法を
とることが可能である。すなわち、キーとなる相対アド
レスをレコードから省略することによって、レコードの
追加削除もないのでその分だけブロック内に多くのレコ
ードを収容する方法をとることができる。このＩＳＦは
ディスク全体に対して１つ用意することもできるがここ
ではリラティブアクセスが必要なファイルに対してのみ
用意する場合を例に上げて、以下詳細に説明する。

【００５４】レコードはディスクアドレスのみから構成
する（ディスクアドレスは４バイトで表すとする）。ブ
ロックサイズはレコードの件数とのかねあいで決めるべ
きであるが、後に触れるようにリラティブアクセス自体
はさほど重要でないので、４０９６バイトとする。ここ
でもう１つ注意することは、アドレスを決めるだけなら
ブロックにビフォ、ネクスト、プライヤの定義は不要と
なることである。そのため、４０９６バイトフルにレコ
ードを置くことができるのでブロック内に収容できるレ
コードの件数は１０２４件となる（レコードはディスク
アドレスから構成し、そのサイズは４バイト）。

【００５５】このような構成を作りセクタサイズが５１
２バイトの時のインデクス部のアクセス回数とカバーで
きる範囲を表にすれば、 インデックス１階 １０２４セクタ＝５１２ＫＢ インデックス２階 １０２４＊１０２４セクタ＝５１２ＭＢ インデックス３階 １０２４＊１０２４＊１０２４セクタ＝５１２ＧＢ となるから、例えば５１２ＭＢのファイル空間をリラテ
ィブアクセスするには、インデックス部２回とデータの
アクセスの計３回で済むことになり、アクセスにあたっ
て、オーバヘッドとなるインデックスのアクセスは以外
に小さいことが分かる。

【００５６】さて、現状のディスクシステムに置いても
多く使用されているのはシークエンシャルアクセスと文
字列などをキーとするデータベースファイルであり、そ
の意味でリラティブアクセスは必須の機能ではなくなっ
ている。すなわち、少なくとも、データベースファイル
を運用するうえではリラティブファイルが直接使用され
ているケースは少なく、現状であってもリラティブアク
セスはそのベースとしての用途の方が大きいのである。
バーチャルディスクは現状のディスクに比べて、この要
請に合致しており、より効率的なサービスを可能とする
機能を持っている。

【００５７】加えて、バーチャルディスクは、パーソナ
ルコンピュータのような小規模なシステムから、大型の
ハードウエアシステムまで単一のテクニックでカバー
し、空間上でも性能の面でも現在のディスクより優れた
制御を可能とする。その点をＦＡＴ方式より優れるもの
である。以下にこの点をＦＡＴ方式と比較を行って明ら
かにする。

【００５８】上記したように、リラティブアクセスを行
う場合、バーチャルディスクがＩＳＦによって処理する
のに対しＦＡＴ方式ではＦＡＴをメモリに常駐させＦＡ
Ｔによってアドレスの連続を確かめながらクラスタの位
置を求める。

【００５９】ここで、この書類の中で示したバーチャル
ディスクと１２ビットＦＡＴとバーチャルディスクのＩ
ＳＦによるリラティブアクセスとを比較してみると、１
２ビットＦＡＴの方が有利のように見える。しかし、こ
れは１２ビットＦＡＴの対象とするディスクが小さいた
めにアドレス情報を１２ビットに縮小しメモリに常駐で
きるようにしたからに過ぎない。バーチャルディスクの
リラティブ化の時にも触れた１２ビットＦＡＴの方法は
ディスク全体をインデックスが１段のＩＳＦと同じ効果
を持つことが分かればバーチャルディスクのアドレスレ
コードを１２ビットに変換すれば１２ビットＦＡＴと同
等であることが判明する（但し、この時はバーチャルデ
ィスク側にシリンダ単位の制御テーブルが残るのでスペ
ース的にはバーチャルディスクに多少のオーバーヘッド
がある）。

【００６０】３２ビットＦＡＴとなるとＦＡＴサイズが
大きくなるので主記憶に常駐できるかどうかは疑問であ
る。スワップイン／スワップアウトをＦＡＴに対して適
用しなければならないとすればＦＡＴの有利さは性能面
でも主張できない。もし、ＦＡＴに有利な要素があった
としても、１２ビットＦＡＴの時と同様の議論が３２ビ
ットＦＡＴの時にも成り立つのでバーチャルディスクは
シリンダテーブルだけのオーバーヘッドでそれに追随で
きるのである。

【００６１】シークエンシャルアクセスに関してはバー
チャルディスクが連続アクセス可能な点でＦＡＴ方式に
優れる。ＦＡＴ方式ではクラスタ毎の連続性は保障され
ないため、もしソフトウエアでカバーできたとしてもそ
の分のオーバーヘッドは伴っている。また、バーチャル
ディスクではシリンダテーブルによってハードウエアの
性能を積極的にカバーすることができるのでディスク装
置自身の動作も速い。ＦＡＴがこれをカバーすることは
できるがやはりソフトウエア上のオーバーヘッドが伴
う。このようにディスクの管理機能からみれば、従来の
ＦＡＴ方式に比べてバーチャルディスクの方が優れてい
る。

【００６２】例えば、次のようなディスクが存在すると
過程する。 シリンダ数 １０２４ ヘッド数 ４ トラックあたりのセクタ数 ４０ セクタサイズ ５１２バイト このディスクの容量は、１０２４＊４＊４０＊５１２＝
２の２３乗バイト＊１０＝８０ＭＢ、となり、この容量
からＦＡＴ方式では１６ビットＦＡＴで処理することに
なる（８セクタ／クラスタとする）。このときのＦＡＴ
のサイズは１６ビット＊（２の１４乗＊１０）／８＝４
０ＫＢ、である。

【００６３】一方、バーチャルディスクでは、上の数値
から シリンダアドレス ２バイト ヘッドアドレス １バイト セクタアドレス １バイト で表現するとして、シリンダテーブルの各エントリを次
で表す。

【００６４】 空きリンク ヘッドアドレス １バイト 空きリンク セクタアドレス １バイト 空きセクタ数 ２バイト （ここに掲げた数値は上述で仮想したディスクを表現す
るのにまだ充分に余裕がある。例えば、ヘッドについて
言えば、この６４倍のディスクまで同じ条件で管理でき
る。） シリンダテーブルについてはシリンダアドレスについて
はテーブルのインデックスになっているのでテーブルの
要素としては不要である。

【００６５】この時のシリンダテーブルのサイズは、１
０２４＊４＝４ＫＢ、となる。

【００６６】このように、ＦＡＴ方式に比べてバーチャ
ルディスクにおいて必要なシリンダテーブルは１／１０
程度で済むことがわかる。さらに、バーチャルディスク
がセクタ単位で制御し（ディスク上の無駄を少なくでき
る）、ヘッドだけでも最大６４倍まで制御できることを
考慮すれば、バーチャルデュスクの優位性は明らかであ
る。

【００６７】以上の条件で制御しうる最大を計算する
と、シリンダのマックスは２バイトの範囲であるから、
シリンダーテーブルは、６５５３６＊４＝２５６ＫＢ、
となる。

【００６８】これで３２ビット幅のセクタ数が制御でき
るから、１セクタ＝５１２バイトでは、４Ｇ＊５１２バ
イト＝２ＴＢ、となる。

【００６９】これは、３２ビットＦＡＴで１クラスタ８
セクタの条件で管理したときの最大が、ＦＡＴ領域で１
６ＧＢ、管理できる最大が１６ＴＢであったから、管理
に必要な容量と管理できる最大値との関係から見れば、
大容量のディスクほどバーチャルディスクが効果的なこ
とが分かる。

【００７０】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のファイル
記憶装置及びファイル管理方法によれば、セクタの関係
付けをメモリ上のＦＡＴによって行う必要がないため、
メモリと記憶装置との間で情報の受け渡しを不要とし、
記憶装置上でセクタを関連付けるので高速処理を可能と
する。

【００７１】また、ファイル管理用のＦＡＴ方式のよう
に、ファイル管理用のテーブルがメモリを圧迫すること
がない。特に、ＩＳＦによるファイル管理方式を用いる
ことによって、ランダムアクセス機能を持たせることも
可能であり、さらに、記憶装置の大容量化によって増大
するＦＡＴ方式のテーブル（ＦＡＴ）に比べて、メモリ
占有面積を小さく抑制することができるという効果も有
する。

【図面の簡単な説明】

【図１】磁気ディスクのフォーマットの説明図である。

【図２】磁気ディスクのトラックレベルのフォーマット
の説明図である。

【符号の簡単な説明】

１…ジャケット、２…磁気ディスク、３…ヘッドウイン
ドウ、Ｔ…トラック、Ｓ…セクタ

フロントページの続き (72)発明者 田 口 光 宏 岐阜県多治見市脇之島６−30−５ エスポ アホワイトタウン101号

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶媒体を複数のセクタに分割し、該セ
   クタのＩＤ情報に基づいて記憶媒体上に記憶された、ま
   たは記憶されるファイルの管理を行う装置において、 前記セクタ中に他のセクタとの関係を記したリンク部を
   設け、該リンク部の情報に基づいて前記各セクタ中のデ
   ータを連結し、ファイル管理を行うことを特徴としたフ
   ァイル管理装置。
2. 【請求項２】 記憶媒体を複数のセクタに分割し、 該セクタ上に、該セクタのアドレスを表示するＩＤ部
   と、書き込み及び読み出されるデータを格納するデータ
   部と、複数の前記セクタとの関係を記したリンク部とを
   設け、 前記リンク部と前記ＩＤ部を用いて前記各セクタを関連
   付け、前記セクタ上のデータ部に連続してデータを読み
   出し、または書き込みすることを特徴としたファイル管
   理方法。