JPH09218808A - ファイル記憶装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 データ記憶装置における記憶領域使用効率を
改善する。 【解決手段】 ファイルＦにおけるファイルサイズをＦ
ｓとファイルの最小アクセス単位であるセグメントのサ
イズをＳとし、ディスク記憶装置の記憶領域管理単位で
あるパッケージのサイズをＰと定義する場合、ファイル
Ｆに関する記憶領域管理単位をＰ＝√（Ｆｓ×Ｓ）で求
めらてたパッケージサイズとすることで、ファイル記憶
装置の記憶領域使用効率を最大にする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は動画・音声などのマ
ルチメディアデータを効率良く管理するファイル記憶装
置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来のＵＮＩＸ−ＯＳなどに代表される
ファイルシステムでは、データ記憶装置の記憶領域は固
定長でかつ物理的に連続したセクタの集合である論理ブ
ロック単位で管理されている。また、ファイル内の相対
位置を示すファイルポインタはバイト単位で管理されて
おり、テキストベースの管理については有効な機構をユ
ーザに提供している。

【０００３】しかしながら、近年のマルチメディア技術
の発達にともない、ディジタル化された動画・音声デー
タを扱う機会が多くなりつつある。この動画・音声デー
タについて考察すると、 ・ファイルデータサイズが巨大である（数十Ｍから数Ｇ
ｂｙｔｅｓ）。 ・データ形式によってファイルポインタのアクセス単位
が異なる。 ・データアクセスの連続性・予測可能性が高い。 ・ファイルアクセスに時間的制約がある。 といった特徴がある。

【０００４】そこで、こういったマルチメディアデータ
に適応したファイルシステムでは、データ記憶装置の記
憶領域管理とデータの論理アクセス単位（時間・フレー
ムなど）の管理機構を二階層に分割することにより、フ
ァイル管理に必要なアドレス変換に要するオーバヘッ
ド、アドレス変換に要する変換テーブルが消費するメモ
リ資源の削減を行なうアプローチがとられることが多
い。ここでマルチメディアデータの論理アクセス単位を
セグメント（大きさＳ）、データ記憶装置の記憶領域管
理単位をパッケージ（大きさＰ）と定義して、以下の説
明を行う。

【０００５】従来のマルチメディアデータに適応したフ
ァイルシステムについて説明する。図１４に従来のマル
チメディアデータに対応したファイルシステムの概念を
示す。

【０００６】１４０１はマルチメディアデータを記憶す
るデータ記憶装置、１４０２はファイルシステムにアク
セスするユーザプロセス、１４０３は、ユーザプロセス
１４０２より発行されるセグメントアドレスを入力と
し、セグメント−パッケージアドレス変換テーブル１４
０５を用いて、要求されたセグメントアドレスを含むパ
ッケージの先頭位置を示すベースパッケージアドレスと
該当パッケージにおける先頭セグメントアドレスを物理
ブロックアドレス演算部１４０４に出力するパッケージ
アドレス変換部、１４０４は、ユーザプロセス１４０２
より発行されるセグメントアドレスとパッケージアドレ
ス変換部１４０３より発行されるベースパッケージアド
レスと先頭セグメントアドレスを入力とし、これらのパ
ラメータからデータ記憶装置１４０１における物理ブロ
ックアドレスを算出した後にデータ記憶装置１４０１に
出力する物理ブロックアドレス演算部、１４０５は、パ
ッケージアドレス変換部１４０３において利用されるセ
グメント−パッケージアドレス変換テーブルで構成され
る。

【０００７】まず、従来のマルチメディアデータに適応
したファイルシステムにおけるパッケージとセグメント
とデータ記憶装置１４０１における物理ブロックの関係
についてについて説明する。パッケージは、固定長でか
つ論理的に連続した複数の物理ブロックで構成されてい
る。このパッケージを構成する物理ブロック数を適当に
調整することで、セグメント−パッケージアドレス変換
テーブル１４０５が小さくなりメモリ資源の削減するこ
とが可能になる。

【０００８】次に、セグメントはパッケージ領域内で固
定長でかつ論理的に連続になるように配置される。この
ように配置されることで、パッケージ内におけるセグメ
ントの相対位置は、簡単な演算で求めることが可能とな
り、ファイル管理に必要なアドレス変換に要するオーバ
ヘッドを削減することが可能になる。図１５にパッケー
ジとセグメントと物理ブロックの関係を示す。

【０００９】次に、従来のファイルシステムの動作機構
を説明する。まず、ユーザプロセス１４０２により発行
された特定ファイル内でのファイル相対位置を示すセグ
メントアドレスは、パッケージアドレス変換部１４０３
においてセグメント−パッケージアドレス変換テーブル
１４０５を用いて要求されたセグメントアドレスを含む
パッケージの先頭位置を示すベースパッケージアドレス
に変換される。セグメント−パッケージアドレス変換テ
ーブル１４０５は、ファイルごとに用意されるアドレス
変換テーブルであり、テーブル項目としては、パッケー
ジに含まれる先頭セグメントアドレスと最後尾セグメン
トアドレスと対応するベースパッケージアドレスによっ
て構成され、このエントリがファイルにおける最後尾セ
グメントに至るまでテーブル化されている。図１６にセ
グメント−パッケージアドレス変換テーブル１４０５の
構成を示す。

【００１０】従って、パッケージアドレス変換部１４０
３では、セグメント−パッケージアドレス変換テーブル
１４０５のパッケージに含まれる先頭セグメントアドレ
スと最後尾セグメントアドレスの大小比較により指定さ
れたセグメントアドレスを含むパッケージの先頭に位置
するベースパッケージアドレスを取得することが可能に
なる。

【００１１】次に、物理ブロックアドレス算出部１４０
４は、パッケージアドレス変換部１４０３から出力され
るベースパッケージアドレスと先頭セグメントアドレス
およびユーザプロセス１４０２から出力されるセグメン
トアドレスを入力し、データ記憶装置１４０１おける物
理ブロックアドレスの算出を行なう。この算出式は、物
理ブロックアドレスをＡｐ、パッケージベースアドレス
をＡｂｐ、セグメントサイズをＳ、セグメントアドレス
Ａｓ、先頭セグメントアドレスＡｓｓとすると、 Ａｐ＝Ａｂｐ＋（Ａｓ− Ａｓｓ）× Ｓ となる。

【００１２】以上の動作により、ユーザプロセス１４０
２で指定されたセグメントアドレスは、データ記憶層装
置１４０１の物理ブロックアドレスに変換可能となる。
図１７に従来のファイルシステムにおける動作機構のフ
ローチャートを示す。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前述の
ファイルシステムでは、各ファイルにおけるセグメント
サイズが異なる場合、データ記憶装置の記憶領域使用率
が非常に悪くなる問題を抱える。

【００１４】データ記憶装置の記憶領域管理に利用され
ているパッケージのサイズをＰとし、ファイルの最小ア
クセス単位であるセグメントのサイズをＳとすると、パ
ッケージ内におけるセグメントの領域使用効率Ｕｐは、 Ｕｐ＝Ｓ×ｆｌｏｏｒ（Ｐ／Ｓ）／Ｐ となる。ここで関数ｆｌｏｏｒ（ｘ）はｘより大きくな
い最大の整数を返す関数である。すなわち、パッケージ
サイズＰがセグメントサイズＳで割り切れない限り、パ
ッケージ内には、データ記憶に利用できない無効領域が
発生することになる。

【００１５】さらに、一つのファイルをデータ記憶装置
１４０１に格納するためには、複数個のパッケージを確
保する必要がある。ここでファイルサイズＦがパッケー
ジサイズＰで割り切れる場合、データ記憶装置の記憶領
域使用効率が最大となるが、通常のファイル利用形態を
見た場合、各ファイルのファイルサイズが一定であるこ
とは稀である。従って、ファイルにおけるデータ記憶装
置１４０１の記憶領域使用効率Ｕｆは、 Ｕｆ＝Ｆ／（Ｐ×Ｃｅｉｌ（Ｆ／Ｐ）） となる。ここで関数Ｃｅｉｌ（ｘ）はｘより小さくない
最小の整数を返す関数である。

【００１６】この２点の問題は、従来のファイルシステ
ムにおけるデータ記憶装置の記憶領域管理が、固定長の
論理アクセス単位および固定長のパッケージサイズで管
理されていることに起因している。

【００１７】本発明は上記のような問題を鑑みてなされ
たものであり、動画・音声などといったマルチメディア
データアクセスの高速性を確保しつつ、データ記憶装置
における記憶領域の使用効率の改善を図ることを特徴と
したファイルサーバーを提供することを目的としてい
る。

【００１８】

【課題を解決するための手段】前述の２点の課題を解決
するために、これらの問題をより一般的に考察すること
にする。まず、第１の問題であるパッケージサイズＰと
セグメントサイズＳの関係よって発生するパッケージ内
におけるセグメントの領域使用効率Ｕｐは、 Ｕｐ＝１−Ｓ／Ｐ と考えることができる。

【００１９】次に、第２の問題であるファイルサイズＦ
とパッケージサイズＰの関係によって発生するファイル
における記憶領域使用効率Ｕｆは、 Ｕｆ＝１−Ｐ／Ｆ と考えることができる。

【００２０】したがってこの２つの総合領域使用効率Ｕ
は、 Ｕ＝Ｕｐ×Ｕｆ＝（１−Ｓ／Ｐ）×（１−Ｐ／Ｆ） となる。ここでＵが最大になる条件は、Ｓ／Ｐ＝Ｐ／Ｆ
で表せる。

【００２１】すなわち、 Ｐ＝√（Ｓ×Ｆ） となる。

【００２２】このことより、ファイルサイズＦとファイ
ルにおける最小アクセス単位であるセグメントのサイズ
Ｓより、データ記憶装置における領域使用効率が最大に
なるパッケージサイズを求めることが可能になる。

【００２３】請求項１に係る発明においては、ファイル
における論理アクセス単位であるセグメントのサイズを
Ｓ、データ記憶装置の領域管理単位であるパッケージの
サイズをＰ、格納するファイルのサイズをＦとした場
合、ＦおよびＳの値に応じてＰを変化させる機構を備え
た構成である。

【００２４】請求項２に係る発明においては、請求項１
におけるＦ、Ｐ、Ｓの関係をＰ＝√（Ｆ×Ｓ）とし、デ
ータ記憶装置の領域管理単位であるパッケージのサイズ
をＰかこれに近い値を設定することでファイルの入出力
および蓄積ができる機構を備えた構成である。

【００２５】請求項３、請求項４に係る発明において
は、データ記憶装置をｎ台（ｎは自然数）として、デー
タ記憶装置の領域管理単位であるパッケージが、各デー
タ記憶装置の同一位置を跨ぐ形態で配置されている場合
において、各データ記憶装置を占有する分割パッケージ
のサイズをＰとし、ファイルにおける論理アクセス単位
であるセグメントのサイズをＳ、格納するファイルのサ
イズをＦとした場合、Ｆ、Ｐ、Ｓの関係を、Ｐ＝（√
（Ｆ×Ｓ））／ｎとし、各データ記憶装置の領域管理単
位である分割パッケージのサイズをがＰかこれに近い値
を設定することでファイルの入出力および蓄積ができる
機構を備えた構成である。

【００２６】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て図面を参照しながら説明する。

【００２７】（実施の形態１）図１は、本発明の実施の
形態１におけるファイル記憶装置の概略構成図である。
同図において、１１は、外部より要求されるファイル管
理を行なうファイル管理部である。１２は、外部よりフ
ァイル管理部１１に対して新規ファイル作成要求があっ
た場合にデータ記憶装置１７の記憶領域の管理単位を決
定するパッケージサイズ算出部である。１３は、外部よ
りファイル管理部１１に対して新規ファイル作成要求が
あった場合にデータ記憶装置１７における空き領域を検
索する空き領域検索部である。１４１、１４２、１４ｋ
は、ファイル管理部１１によって管理されており、ファ
イル属性やセグメント−ベースパッケージアドレス変換
テーブルを記憶しているファイル管理テーブルである。
１５は、データ記憶装置１７における空き領域情報を登
録する空き領域管理テーブルである。１６は、データ記
憶装置１７を制御するデータ記憶装置制御部である。１
７は、データ記憶装置である。以上のように構成された
ファイル記憶装置について、以下、その動作を述べる。

【００２８】データ記憶装置１７における記憶領域は、
データ記憶装置１７の初期化シーケンスにおいて予めサ
ブパッケージ（大きさＰｓ）で区画化しておき、この区
画情報を空き領域管理テーブル１５に登録しておく。空
き領域管理テーブル１５のテーブル項目は、利用可能状
況を示す空きフラグ、サブパッケージの先頭物理ブロッ
クアドレスで構成される。初期化シーケンスでは、空き
領域管理テーブル１５の空きフラグは全て空き状態にし
ておく。図２に空き領域管理テーブル１５のデータ構造
を示す。

【００２９】外部より新規ファイル作成要求があった場
合、ファイル管理部１１は外部より引き渡されたパラメ
ータであるファイルサイズＦ、ファイルの最小アクセス
単位であるセグメントサイズＳをパッケージサイズ算出
部１２に引き渡す。これらのパラメータを引き渡された
パッケージサイズ算出部１２は、Ｐ＝√（Ｆ×Ｓ）より
最適パッケージサイズＰを算出する。

【００３０】つぎに、パッケージサイズ算出部１２は、
Ｐｓ×ｍの値が最適パッケージサイズＰに最も近くなる
サブパッケージ数ｍを求め、この値をファイル管理部１
１に返す。このサブパッケージ数ｍを受け取ったファイ
ル管理部１１は、ファイル管理テーブルの確保を行な
う。このファイル管理テーブルは、ファイルごとに用意
されるものであり、既に複数のファイルがファイル記憶
装置に登録されている場合、１４１、１４１、１４ｋと
いったぐあいに複数存在することになる。図３にファイ
ル管理テーブル１４１、１４２、１４ｋのデータ構造を
示す。説明を簡単にするためにファイル管理部１１が確
保したファイル管理テーブルを１４１とすると、ファイ
ル管理部１１は、ファイル管理テーブル１４１に、ファ
イル名、サブパッケージ数ｍ、セグメントサイズＳとい
ったファイル属性を登録する。次に、セグメント−ベー
スパッケージアドレス変換テーブルのエントリをｊ個分
だけ用意する。ここにおけるｊを算出する式は、 ｊ＝Ｆ／（Ｓ×ｆｌｏｏｒ（Ｐｓ×ｍ／Ｓ）） となる。

【００３１】次に、ファイル管理部１１は、図３で示す
セグメント−ベースパッケージアドレス変換テーブルの
サブ項目であるパッケージにおける先頭セグメントアド
レス、最後尾セグメントアドレスを登録する。この先頭
セグメントアドレスおよび最後尾セグメントアドレスの
決定方法は、ｆｌｏｏｒ（Ｐｓ×ｍ／Ｓ）をセグメント
オフセットｈとすることで計算で求められる。セグメン
ト−ベースパッケージアドレス変換テーブルのエントリ
番号をｉ（ｉは０からｊ−１までのの任意の整数）とす
ると、 エントリｉの先頭セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ エントリｉの最後尾セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ
＋ ｈ − １ となる。

【００３２】ファイル管理テーブル１４１を確保したフ
ァイル管理部１１は、パッケージ領域の確保を行なう。
これは、ファイル管理部１１がサブパッケージ数ｍを空
き領域検索部１３に引き渡すことによって行なわれる。
サブパッケージ数ｍを受け取った空き領域検索部１３
は、空き領域管理テーブル１５を用いてサブパッケージ
数ｍの分だけ連続した領域を検索し、該当する領域の先
頭物理ブロックアドレスをファイル管理部１１に返す。
また、空き領域検索部１３は該当する領域と対応する空
き領域管理テーブル１５の項目である空きフラグを使用
中に更新する。先頭物理ブロックアドレスを受け取った
ファイル管理部１１は、この値をセグメント−ベースパ
ッケージアドレス変換テーブルのサブ項目であるベース
パッケージアドレスとして登録する。

【００３３】ファイル管理部１１は、上記の動作をエン
トリ数ｊの分だけ繰り返すことでセグメント−ベースパ
ッケージアドレス変換テーブルのサブ項目であるベース
パッケージアドレスをすべて登録することが可能にな
る。図４に実施の形態１のファイル記憶装置における新
規ファイル作成要求動作のフローチャートを示す。

【００３４】外部より新規ファイル書き込み要求があっ
た場合、ファイル管理部１１は外部より引き渡されたパ
ラメータであるセグメントアドレスＡｓをファイル管理
テーブル１４１、１４２、１４ｋを用いてデータ記憶装
置１７における物理ブロックアドレスＡｂに変換する。
説明を簡単にするために新規ファイル書き込み要求に該
当するファイル管理テーブルは１４１としておく。

【００３５】ファイル管理部１１は、ファイル管理テー
ブル１４１のセグメント−ベースパッケージアドレス変
換テーブルのサブ項目である先頭セグメントアドレスお
よび最後尾セグメントアドレスを用いて先頭セグメント
アドレスＡｓｓ≦セグメントアドレスＡｓ≦最後尾セグ
メントアドレスＡｓｅを満たすエントリを検索し、該当
するエントリの先頭セグメントアドレスＡｓｓとベース
パッケージアドレスＡｐを取り出す。これらのパラメー
タを用いてセグメントアドレスＡｓに対応する物理ブロ
ックアドレスＡｄは、 Ａｄ＝Ａｐ＋（Ａｓ−Ａｓｓ）×Ｓ となる。なお、この算出式におけるＳは、ファイル管理
テーブル１４１に登録されているセグメントサイズを示
す。

【００３６】物理ブロックアドレスＡｄを算出したファ
イル管理部１１は、データ記憶装置制御部１６を介して
データ記憶装置１７に対して物理ブロックアドレスＡｄ
へのデータ書き込み要求を発行する。データ記憶装置１
７は、外部から書き込み要求されたデータを該当する物
理ブロックアドレスＡｄにデータを書き込む。図５に実
施の形態１のファイル記憶装置における新規ファイル書
き込み要求動作のフローチャートを示す。

【００３７】外部より既存ファイルの読みだし要求があ
った場合の動作については、データ記憶装置１７が外部
に対して要求されたデータを出力する以外は、前述の新
規ファイル書き込み要求動作と同一であるため説明を省
略する。

【００３８】以上にように、実施の形態１のファイル記
憶装置では、ファイルサイズとファイル最小アクセス単
位であるセグメントを入力パラメータとして最適なパッ
ケージサイズを算出するパッケージサイズ算出部を導入
することによりデータ記憶装置における記憶領域に使用
効率の向上を図ることが可能である。

【００３９】（実施の形態２）図６は、本発明の実施の
形態２におけるファイル記憶装置の概略構成図である。

【００４０】同図において、６１は、外部より要求され
るファイル管理を行なうファイル管理部である。６２
は、外部よりファイル管理部６１に対して新規ファイル
作成要求があった場合にデータ記憶装置６７の記憶領域
の管理単位を決定するパッケージサイズ算出部である。
６３１、６３２、６３ｍ（ｍは自然数）は、データ記憶
装置１７におけるパッケージサイズＰｍの空き領域を検
索する空き領域検索部である。６４１、６４２、６４ｋ
は、ファイル管理部６１によって管理されており、ファ
イル属性やセグメント−ベースパッケージアドレス変換
テーブルを記憶しているファイル管理テーブルである。
６５１、６５２、６５ｍは、データ記憶装置６７におけ
る空き領域情報を登録する空き領域管理テーブルであ
る。６６は、データ記憶装置６７を制御するデータ記憶
装置制御部である。６７は、データ記憶装置である。

【００４１】以上のように構成されたファイル記憶装置
について、以下、その動作を述べる。データ記憶装置６
７における記憶領域は、データ記憶装置６７の初期化シ
ーケンスにおいて予め異なるパッケージサイズＰ１から
Ｐｍまでのｍ種類で区画化しておき、この区画情報を空
き領域管理テーブル６５１、６５２、６５ｍに登録して
おく。ここでは説明を簡単にするためｍ＝３の異なる３
種類のパッケージサイズＰ１、Ｐ２、Ｐ３とし、これら
のパッケージサイズに対応する空き領域管理テーブルを
６５１、６５２、６５３とする。空き領域管理テーブル
６５１、６５２、６５３のテーブル項目は、利用可能状
況を示す空きフラグ、サブパッケージの先頭物理ブロッ
クアドレスで構成される。初期化シーケンスでは、空き
領域管理テーブル６５１、６５２、６５３の空きフラグ
は全て空き状態にしておく。空き領域管理テーブル６５
１、６５２、６５３は、実施形態１における空き領域管
理テーブル１５と同一データ構造である。

【００４２】外部より新規ファイル作成要求があった場
合、ファイル管理部６１は外部より引き渡されたパラメ
ータであるファイルサイズＦ、ファイルの最小アクセス
単位であるセグメントサイズＳをパッケージサイズ算出
部６２に引き渡す。これらのパラメータを引き渡された
パッケージサイズ算出部６２は、Ｐ＝√（Ｆ×Ｓ）より
最適パッケージサイズＰを算出する。つぎに、パッケー
ジサイズ算出部６２は、予めデータ記憶装置６７におい
て区画化したパッケージサイズＰ１、Ｐ２、Ｐ３の値と
比較し、最適パッケージパサイズＰに最も近くなるパッ
ケージサイズを選択し、この値をファイル管理部６１に
返す。ここでは、説明のためパッケージサイズＰ１が最
適パッケージパサイズＰに近かったことにする。

【００４３】このパッケージサイズＰ１を受け取ったフ
ァイル管理部６１は、ファイル管理テーブルの確保を行
なう。このファイル管理テーブルは、ファイルごとに用
意されるものであり、既に複数のファイルがファイル記
憶装置に登録されている場合、６４１、６４１、６４ｋ
といったぐあいに複数存在することになる。図７にファ
イル管理テーブル６４１、６４２、６４ｋのデータ構造
を示す。説明を簡単にするためにファイル管理部６１が
確保したファイル管理テーブルを６４１とすると、ファ
イル管理部６１は、ファイル管理テーブル６４１に、フ
ァイル名、パッケージサイズＰ１、セグメントサイズＳ
といったファイル属性を登録する。次に、セグメント−
ベースパッケージアドレス変換テーブルのエントリをｊ
個分だけ用意する。ここにおけるｊを算出する式は、 ｊ＝Ｆ／（Ｓ×ｆｌｏｏｒ（Ｐ１／Ｓ）） となる。

【００４４】次に、ファイル管理部６１は、図７で示す
セグメント−ベースパッケージアドレス変換テーブルの
サブ項目であるパッケージにおける先頭セグメントアド
レス、最後尾セグメントアドレスを登録する。

【００４５】この先頭セグメントアドレスおよび最後尾
セグメントアドレスの決定方法は、ｆｌｏｏｒ（Ｐ１／
Ｓ）をセグメントオフセットｈとすることで計算で求め
られる。セグメント−ベースパッケージアドレス変換テ
ーブルのエントリ番号をｉ（ｉは０からｊ−１までの任
意整数）とすると、 エントリｉの先頭セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ エントリｉの最後尾セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ
＋ ｈ − １ となる。

【００４６】ファイル管理テーブル６４１を確保したフ
ァイル管理部６１は、パッケージ領域の確保を行なう。
これは、ファイル管理部６１がパッケージサイズＰ１を
担当する空き領域検索部６３１に要求を発行することに
よって行なわれる。

【００４７】要求を受けた空き領域検索部６３１は、空
き領域管理テーブル６５１を用いて空きパッケージを検
索し、該当する領域の先頭物理ブロックアドレスをファ
イル管理部６１に返す。

【００４８】また、空き領域検索部６３１は該当する領
域と対応する空き領域管理テーブル６５１の項目である
空きフラグを使用中に更新する。先頭物理ブロックアド
レスを受け取ったファイル管理部６１は、この値をセグ
メント−ベースパッケージアドレス変換テーブルのサブ
項目であるベースパッケージアドレスとして登録する。
ファイル管理部６１は、上記の動作をエントリｊの分だ
け繰り返すことでセグメント−ベースパッケージアドレ
ス変換テーブルのサブ項目であるベースパッケージアド
レスをすべて登録することが可能になる。

【００４９】図８に実施の形態１のファイル記憶装置に
おける新規ファイル作成要求動作のフローチャートを示
す。

【００５０】実施の形態２におけるの外部からの新規フ
ァイル書き込み要求動作および外部より既存ファイルの
読みだし要求は、実施の形態１のファイル記憶装置にお
ける新規ファイル書き込み要求動作と同一であるため、
動作説明および動作フローチャートは省略する。

【００５１】以上にように、実施の形態２のファイル記
憶装置では、ファイルサイズとファイル最小アクセス単
位であるセグメントを入力パラメータとして最適なパッ
ケージサイズを算出し、この最適に最も近いパッケージ
サイズを選択するすることによりデータ記憶装置におけ
る記憶領域に使用効率の向上を図ることが可能である。

【００５２】（実施の形態３）図９は、本発明の実施の
形態３におけるファイル記憶装置の概略構成図である。
同図において、９１は、外部より要求されるファイル管
理を行なうファイル管理部である。９２は、外部よりフ
ァイル管理部９１に対して新規ファイル作成要求があっ
た場合にデータ記憶装置９７１、９７２、９７ｎの記憶
領域の管理単位を決定するパッケージサイズ算出部であ
る。９３１、９３２、９３ｍ（ｍは自然数）は、データ
記憶装置９７１、９７２、９７ｎにおけるパッケージサ
イズＰｍの空き領域を検索する空き領域検索部である。
９４１、９４２、９４ｋは、ファイル管理部９１によっ
て管理されており、ファイル属性やセグメント−ベース
パッケージアドレス変換テーブルを記憶しているファイ
ル管理テーブルである。９５１、９５２、９５ｍは、デ
ータ記憶装置９７１、９７２、９７ｎにおける空き領域
情報を登録する空き領域管理テーブルである。９６は、
データ記憶装置９７１、９７２、９７ｎを制御するデー
タ記憶装置制御部である。９７１、９７２、９７ｎ（ｎ
は自然数）は、順に０からｎ−１までの識別Ｉｄが付け
られたデータ記憶装置である。

【００５３】以上のように構成されたファイル記憶装置
について、以下、その動作を述べる。データ記憶装置９
７１、９７２、９７ｎにおける記憶領域は、データ記憶
装置９７１、９７２、９７ｎの初期化シーケンスにおい
て予め異なるパッケージサイズＰ１からＰｍまでのｍ種
類で区画化しておき、この際、パッケージ区画パターン
は全てのデータ記憶装置において同一となるようにして
おく。こうすることで、データ記憶装置の区画情報を共
有化することが可能になる。ここでは説明を簡単にする
ためにｎ＝４、すなわちデータ記憶装置が４台とする。

【００５４】次に、この区画情報を空き領域管理テーブ
ル９５１、９５２、９５ｍに登録しておく。ここでは説
明を簡単にするためｍ＝３、すなわち異なる３種類のパ
ッケージサイズＰ１、Ｐ２、Ｐ３とし、これらのパッケ
ージサイズに対応する空き領域管理テーブルを９５１、
９５２、９５３とする。空き領域管理テーブル９５１、
９５２、９５３のテーブル項目は、利用可能状況を示す
空きフラグ、サブパッケージの先頭物理ブロックアドレ
スで構成される。初期化シーケンスでは、空き領域管理
テーブル９５１、９５２、９５３の空きフラグは全て空
き状態にしておく。図１０に空き領域管理テーブル９５
１、９５２、９５３とデータ記憶装置９７１、９７２、
９７３、９７４の関係を示す。

【００５５】外部より新規ファイル作成要求があった場
合、ファイル管理部９１は外部より引き渡されたパラメ
ータであるファイルサイズＦ、ファイルの最小アクセス
単位であるセグメントサイズＳ、並列度Ｄをパッケージ
サイズ算出部９２に引き渡す。この並列度Ｄは、セグメ
ントデータをアクセスする際、並列アクセスするデータ
記憶装置数を示す。このＤを増やすことにより高速デー
タアクセスに対応できるようにする。

【００５６】次に、これらのパラメータを引き渡された
パッケージサイズ算出部９２は、Ｐ＝（√（Ｆ×Ｓ））
／ｎより最適パッケージサイズＰを算出する。

【００５７】次に、パッケージサイズ算出部９２は、予
めデータ記憶装置９７１、９７２、９７ｎにおいて区画
化したＰ１、Ｐ２、Ｐｍの値と比較し、最適パッケージ
パサイズＰに最も近くなるパッケージサイズを選択し、
この値をファイル管理部９１に返す。ここでは、説明を
簡単にするため、パッケージサイズＰ１が最適パッケー
ジパサイズＰに近かったことにする。

【００５８】このパッケージサイズＰ１を受け取ったフ
ァイル管理部９１は、ファイル管理テーブルの確保を行
なう。このファイル管理テーブルは、ファイルごとに用
意されるものであり、既に複数のファイルがファイル記
憶装置に登録されている場合、９４１、９４１、９４ｋ
といったぐあいに複数存在することになる。図１１にフ
ァイル管理テーブル９４１、９４２、９４ｋのデータ構
造を示す。説明を簡単にするためにファイル管理部９１
が確保したファイル管理テーブルを９４１とすると、フ
ァイル管理部９１は、ファイル管理テーブル９４１に、
ファイル名、パッケージサイズＰ１、セグメントサイズ
Ｓ、並列度Ｄといったファイル属性を登録する。

【００５９】次に、セグメント−ベースパッケージアド
レス変換テーブルのエントリをｊ個分だけ用意する。こ
こにおけるｊを算出する式は、 ｊ＝Ｆ／（（（Ｓ／Ｄ）×ｆｌｏｏｒ（Ｐ１／（Ｓ／
Ｄ）））×ｎ） となる。次に、ファイル管理部９１は図１１に示すセグ
メント−ベースパッケージアドレス変換テーブルのサブ
項目であるパッケージにおける先頭セグメントアドレ
ス、最後尾セグメントアドレスを登録する。

【００６０】この先頭セグメントアドレスおよび最後尾
セグメントアドレスの決定方法は、（１／Ｄ）×ｆｌｏ
ｏｒ（Ｐ１／（Ｓ／Ｄ））×ｎをセグメントオフセット
ｈとすることで計算で求められる。セグメント−ベース
パッケージアドレス変換テーブルのエントリ番号をｉ
（ｉは０からｊ−１までの整数）とすると、 エントリｉの先頭セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ エントリｉの最後尾セグメントアドレス ＝ ｉ × ｈ
＋ ｈ − １ となる。

【００６１】ファイル管理テーブル９４１を確保したフ
ァイル管理部９１は、パッケージ領域の確保を行なう。
これは、ファイル管理部９１がパッケージサイズＰ１を
担当する空き領域検索部９３１に要求を発行することに
よって行なわれる。

【００６２】要求を受けた空き領域検索部９３１は、空
き領域管理テーブル９５１を用いて空きパッケージを検
索し、該当する領域の先頭物理ブロックアドレスをファ
イル管理部９１に返す。

【００６３】また、空き領域検索部９３１は該当する領
域と対応する空き領域管理テーブル９５１の項目である
空きフラグを使用中に更新する。先頭物理ブロックアド
レスを受け取ったファイル管理部９１は、この値をセグ
メント−ベースパッケージアドレス変換テーブルのサブ
項目であるベースパッケージアドレスとして登録する。
ファイル管理部９１は、上記の動作をエントリ数ｊの分
だけ繰り返すことでセグメント−ベースパッケージアド
レス変換テーブルのサブ項目であるベースパッケージア
ドレスをすべて登録することが可能になる。

【００６４】図１２に実施の形態３のファイル記憶装置
における新規ファイル作成要求動作のフローチャートを
示す。

【００６５】外部より新規ファイル書き込み要求があっ
た場合、ファイル管理部９１は外部より引き渡されたパ
ラメータであるセグメントアドレスＡｓをファイル管理
テーブル９４１、９４２、９４ｋを用いてデータ記憶装
置９７における物理ブロックアドレスＡｂに変換する。
説明を簡単にするために新規ファイル書き込み要求に該
当するファイル管理テーブルは９４１としておく。

【００６６】ファイル管理部９１は、ファイル管理テー
ブル９４１のセグメント−ベースパッケージアドレス変
換テーブルのサブ項目である先頭セグメントアドレスお
よび最後尾セグメントアドレスを用いて先頭セグメント
アドレスＡｓｓ≦セグメントアドレスＡｓ≦最後尾セグ
メントアドレスＡｓｅを満たすエントリを検索し、該当
するエントリの先頭セグメントアドレスＡｓｓとベース
パッケージアドレスＡｐを取り出す。これらのパラメー
タを用いてセグメントアドレスＡｓに対応する物理ブロ
ックアドレスＡｄとデータ記憶装置の論理識別子Ｉｄを
求める。

【００６７】物理ブロックアドレスＡｄは、 Ａｄ＝Ａｐ＋ｆｌｏｏｒ（（（Ａｓ−Ａｓｓ）×Ｓ）／
（（Ｓ／Ｄ）×ｎ）） となる。また、データ記憶装置の論理識別子ＩＤは、 Ｉｄ＝ｍｏｄ（（（Ａｓ−Ａｓｓ）×Ｓ）／（（Ｓ／
Ｄ）×ｎ）） となる。ここで関数ｍｏｄ（ｘ）は、ｘの剰余を返す関
数である。

【００６８】なお、この算出式におけるＳは、ファイル
管理テーブル１４１に登録されているセグメントサイズ
を示す。

【００６９】物理ブロックアドレスＡｄを算出したファ
イル管理部９１は、データ記憶装置制御部９６を介して
データ記憶装置の論理識別子Ｉｄに対応するデータ記憶
装置に対して物理ブロックアドレスＡｄへのデータ書き
込み要求を発行する。該当するデータ記憶装置は、外部
から書き込み要求されたデータを該当する物理ブロック
アドレスＡｄにデータを書き込む。

【００７０】図１３に実施の形態３のファイル記憶装置
における新規ファイル書き込み要求動作のフローチャー
トを示す。

【００７１】外部より既存ファイルの読みだし要求があ
った場合の動作については、データ記憶装置９７１、９
７２、９７ｎが外部に対して要求されたデータを出力す
る以外は、前述の新規ファイル書き込み要求動作と同一
であるため説明を省略する。

【００７２】以上にように、実施の形態３のファイル記
憶装置では、データ記憶装置が複数になっても、ファイ
ルサイズとファイル最小アクセス単位であるセグメント
とデータ記憶装置の個数を入力パラメータとして最適な
パッケージサイズを算出することが可能であることがわ
かる。また、セグメントデータをアクセスする場合のデ
ータ記憶装置における並列アクセス数を並列度Ｄとして
入力パラメータとすることで高速なデータアクセスにも
対応が可能となる。

【００７３】

【発明の効果】以上のように本発明は、ファイルの最小
アクセス単位であるセグメントのサイズをＳ、データ記
憶装置の領域管理単位であるパッケージのサイズをＰ、
データ記憶装置に格納するファイルのサイズをＦとした
とき、パッケージサイズＰを√（Ｆ×Ｓ）かこれに近い
値を設定することで、データ記憶装置に格納するファイ
ルにおける領域使用効率を向上させることが可能となる
ため、その実用的効果は大きい。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態１におけるファイル記憶装
置の概略構成図

【図２】実施の形態１における空き領域管理テーブル１
５のデータ構造を示す図

【図３】実施の形態１におけるファイル管理テーブル１
４１、１４２、１４ｋのデータ構造を示す図

【図４】実施の形態１における新規ファイル作成要求動
作のフローチャート

【図５】実施の形態１における新規ファイル書き込み要
求動作のフローチャート

【図６】本発明の実施の形態２におけるファイル記憶装
置の概略構成図

【図７】実施の形態２におけるファイル管理テーブル６
４１、６４２、６４ｋのデータ構造を示す図

【図８】実施の形態２における新規ファイル作成要求動
作のフローチャート

【図９】本発明の実施の形態３におけるファイル記憶装
置の概略構成図

【図１０】実施の形態３における空き領域管理テーブル
９５１、９５２、９５ｍのデータ構造を示す図

【図１１】実施の形態３におけるファイル管理テーブル
１４１、１４２、１４ｋのデータ構造を示す図

【図１２】実施の形態３における新規ファイル作成要求
動作のフローチャート

【図１３】実施の形態３における新規ファイル書き込み
要求動作のフローチャート

【図１４】従来のマルチメディアデータに適応したファ
イルシステムの概略構成図

【図１５】パッケージとセグメントと物理ブロックとの
関係を示す相関図

【図１６】セグメント−パッケージアドレス変換テーブ
ル１４０５のデータ構造を示す図

【図１７】従来のマルチメディアデータに適応したファ
イルシステムにおける動作のフローチャート

【符号の説明】

１１ ファイル管理部 １２ パッケージサイズ算出部 １３ 空き領域検索部 １４１，１４２，１４ｋ ファイル管理テーブル １５ 空き領域管理テーブル １６ データ記憶装置制御部 １７ データ記憶装置 ６１ ファイル管理部 ６２ パッケージサイズ算出部 ６３１，６３２，６３ｍ 空き領域検索部 ６４１，６４２，６４ｋ ファイル管理テーブル ６５１，６５２，６５ｍ 空き領域管理テーブル ６６ データ記憶装置制御部 ６７ データ記憶装置 ９１ ファイル管理部 ９２ パッケージサイズ算出部 ９３１，９３２，９３ｍ 空き領域検索部 ９４１，９４２，９４ｋ ファイル管理テーブ ９５１，９５２，９５ｍ 空き領域管理テーブル ９６ データ記憶装置制御部 ９７１，９７２，９７ｎ データ記憶装置 １４０１ データ記憶装置 １４０２ ユーザプロセス １４０３ パッケージアドレス変換部 １４０４ 物理ブロックアドレス算出部 １４０５ セグメント−パッケージアドレス変換テーブ
ル

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データの入出力を行う入出力装置と、前
   記入出力装置からのデータを蓄積するデータ記憶装置
   と、前記入出力装置と前記データ記憶装置との間のデー
   タの転送および前記データ記憶装置における記憶方法を
   制御する入出力制御装置とを備えたファイル記憶装置で
   あって、前記入出力制御装置は、前記データ記憶装置へ
   のデータの入出力を大きさＳのセグメントを単位として
   行い、前記データ記憶装置の内部は複数の大きさＰのパ
   ッケージに分割して占有状態を管理して前記セグメント
   を単位として蓄積を行い、入出力するファイルの転送速
   度と大きさＦに応じて、少なくともＳまたはＰの一方の
   大きさを変化させることを特徴とするファイル記憶装
   置。
2. 【請求項２】 入出力制御装置は、Ｐの大きさを√（Ｓ
   ×Ｆ）またはこれに近い値に設定してファイルの入出力
   と蓄積を行うことを特徴とする請求項１記載のファイル
   記憶装置。
3. 【請求項３】 データ記憶装置はｎ台（ｎ＞１）のサブ
   記憶装置から構成され、入出力制御装置は各々のサブ記
   憶装置の内部を複数の大きさＰのパッケージに分割して
   各々のサブ記憶装置内の同位置にあるパッケージの集合
   体を管理単位として占有状態を管理してセグメントを単
   位として蓄積を行い、入出力するファイルの転送速度と
   大きさＦおよびサブ記憶装置の台数ｎに応じて、少なく
   ともＳまたはＰの一方の大きさを変化させることを特徴
   とする請求項１記載のファイル記憶装置。
4. 【請求項４】 入出力制御装置は、Ｐの大きさを√（Ｓ
   ×Ｆ／ｎ）またはこれに近い値に設定定してファイルの
   入出力と蓄積を行うことを特徴とする請求項３記載のフ
   ァイル記憶装置。