JPH09231118A - Ｉｓａｍファイル情報処理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】低速の外部記憶装置を備えたＩＳＡＭファイル
情報処理装置の処理効率を向上させる。 【解決手段】外部記憶装置１０２に格納した順編成デー
タファイルをインデックスファイルを用いて高速に検索
するＩＳＡＭファイル情報処理装置において、ＩＳＡＭ
ファイルに対するレコードの検索読み取り、追加、更
新、削除に対応したファイルアクセス命令を細分化手段
により細分化して、この細分化したファイルアクセス命
令を外部記憶装置１０２に対して実行し、外部記憶装置
１０２上の位置であるアドレスを指定した後に目的とす
るデータを書き込み或いは読み込むまでの時間、次のイ
ンデックスファイル、データファイルに対する命令を受
け付け解釈するようにして、比較的低速で駆動される外
部記憶装置による処理効率の低下を防止する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、大容量のデータを
高速に検索することができるＩＳＡＭファイル情報処理
装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来から、大容量のデータの中から高速
にデータを検索する方法として、索引付順編成ファイル
検索方法（Indexed Sequential Access Method）が知ら
れている。

【０００３】この方法において使用するファイルは、フ
ァイルの先頭から順にデータレコードを格納する順編成
ファイルと、目的のデータがこの順編成ファイルのどこ
の位置に存在するかを高速に検索するための索引である
インデックスファイルを含むＩＳＡＭファイルとして構
成される。インデックスファイルは、任意のキーに対応
するデータファイル上のレコードの格納位置を高速に検
索するために用いられる。キーとファイルのレコードと
は、通常１：１に対応している。

【０００４】図１３は、代表的なインデックスファイル
のデータ構造を示す。アクセスの回数を減らして、目的
のデータの格納位置を高速に検索するために、Ｂツリー
構造でインデックスファイルを構成することが好まし
い。Ｂツリー構造は、ノード（節）と呼ばれるキーとレ
コードの格納位置を表すポインタとから成る単位によっ
て構成される。

【０００５】検索を開始する最初のノードは、ルート
（根）ノード１と呼ばれ、一般に複数の中間ノード２を
経て最終段のリーフ（葉）ノード３に到達する。各ノー
ドには、キー値４およびポインタ５の組が１つまたは複
数組存在する。リーフノード３以外のノードであるルー
トノード１および中間ノード２には、ある値のキー値４
とポインタ５の組が１つまたは複数組格納されている。

【０００６】ルートノード１および中間ノード２のポイ
ンタ５および９は、その下位のノードのインデックスフ
ァイル上の格納位置を示す。リーフノード３のキー値６
およびポインタ７の組は、データファイル上の対応する
見出し語などのキーの値と格納位置を示す。

【０００７】図１４は、図１３のルートノード１および
中間ノード２のような、リーフノード３以外のルートノ
ード１および中間ノード２におけるキー値とノードの関
係を示す。たとえば上位層のノード１０内では、次の第
１式に示すようにキーが昇順にソートされている場合を
想定する。

【０００８】 Key1 ＜ Key2 ＜ …＜ KeyN …（１） 各キー値 Key1，Key2，…，KeyN に組み合わせられるポ
インタを Pointer1，Pointer2，…，PointerN とし、Ke
y1 に関連する Pointer1 が示すノード１１Ａに含まれ
るキー値を KeyA1, KeyA2, …,KeyAM とすると、次の第
２式の関係が成立する。

【０００９】 KeyA1 ＜ KeyA2 ＜ …＜ KeyAM = Key1 …（２） 同様に Key2 に関連する Pointer2 が示すノード１１Ｂ
に含まれるキー値をKeyB1，KeyB2，…，KeyBL とする
と、次の第３式の関係が成立する。

【００１０】 Key1 ＜ KeyB1 ＜ KeyB2 ＜ …＜ KeyBL = Key2 …（３） すなわち、上位層ノード１０から下位層ノード１１Ａ、
１１Ｂを参照するポインタに対応付けられるキー値は、
下位層ノード１１Ａ、１１Ｂが保持する最大のキー値と
等しい。また階層状にリンクされた最後のノードである
リーフノードにも、キー値との組が格納されているけれ
ども、このキー値と順編成されたデータファイル上のレ
コードの格納位置とが直接対応している。

【００１１】キーを利用したデータの検索は、ルートノ
ードを起点にして行う。各ノード内のキー値は、たとえ
ば昇順にソートされているので、バイナリサーチなどの
方法によって迅速に検索することが可能である。たとえ
ば、図１４の上位層ノード１０に含まれるキー値のう
ち、目的とするキー値 Key と、次の第４式の関係が成
立すれば、キー値 Key2 に関連づけられるポインタ Poi
nter2 で示される下位層ノード１１Ｂを次に検索するこ
とになる。

【００１２】そして最後に到達したリーフノードで、KE
Y に等しいキー値が存在すれば、そのキー値に関連づけ
られたポインタを得ることができる。このポインタがデ
ータファイル上の目的のデータレコードの格納位置を示
す。最終的なリーフノードに、KEY に等しいキー値が存
在しなければ、対応するデータレコードが存在しないこ
とを示す。

【００１３】Key1 ＜ KEY ＜ Key2 …（４）

【００１４】図１５、１６、１７は、以上説明してきた
Ｂツリーにキーを追加する方法を示す。各ノードは、キ
ー値とポインタとの組が格納可能な最大数に対応して確
保されており、最大数未満のキー値およびポインタの組
が格納されている場合は、空き領域として管理される。
図１５（１）のようにリーフノード１８に空き領域１９
が存在し、格納されているキー値 Key1, Key2 の間の大
きさのキー値を追加する場合を想定する。

【００１５】図１５（２）のように元の空き領域１９を
空き領域２０まで減少させ、追加するキー値 KeyA より
も大きいキー値を持つすべてのキー値とポインタとの組
をシフトするためのシフト領域２１を生み出す。キー値
とポインタとの組をシフトして空いた追加領域２２に、
新たなキー値 KeyA および対応するポインタを追加す
る。このように、リーフノードに空き領域２１があれ
ば、該当するリーフノードのみを書き換えるだけでキー
の追加が行われる。

【００１６】図１６にリーフノードが一杯で、隣のノー
ドに空き領域が存在する場合に、キーを追加する方法を
示す。図１６（１）に上位層ノード３１の下にリーフノ
ード３２，３３のうち、キーが一杯になっているリーフ
ノード３２に新たなキーを追加すると、図１６（２）に
示すように、空き領域を有する隣のノード３３に対して
キーの追加が行われる。

【００１７】追加前のリーフノードの状態に新たなキー
KeyA を追加すると、それまでの最大のキー値である K
ey3 が追い出されるので、上位層ノード３４も下位層ノ
ード３５の保有する最大のキー値 Key2 に対応してキー
値が書き換えられる。隣接するリーフノード３６に対し
ては、新たなキー値 Key3 を追加するために、元のキー
値 Key4 のシフトが行われる。

【００１８】図１７（１）に示すように、上位層ノード
４１の下位のリーフノード４２、４３が既に一杯であ
り、一方のリーフノード４２にさらにキーを追加する場
合は、リーフノード４２を分割する。新たな上位層ノー
ド４４は、元のリーフノード４２を分割したリーフノー
ド４５、４６と、元のリーフノード４３に対応するリー
フノード４７とをそれぞれ示すキー値とポインタとの組
を格納する。元のリーフノード４２は、リーフノード４
５、４６に分割され、元のリーフノード４３は、リーフ
ノード４７となる。

【００１９】キーをノードから削除する場合、対象とな
るキーを検索し、該当するキー値がリーフノードに存在
したら対応するポインタをＮｕｌｌポインタに書き換え
る。この段階では、リーフノードにキー値そのものは残
るけれども、ポインタがＮｕｌｌポインタに書き換えら
れるので、キーが存在しないことを示される。

【００２０】図１８にＢツリーでのファイルの実現方法
を示す。通常、ファイル５１は、線形のメモリ空間に配
置され、ファイルを構成する各内容は、空間上の位置を
示すアドレスによって指定される。各内容は、他の内容
とは直接結び付けられないデータ構成である。

【００２１】このような線形のファイルでＢツリーファ
イル５１を表現するには、各ノードを固定長レコード５
２、５３として表し、各ノード間のリンク関係を各レコ
ードの位置を表すポインタ５４で表現する。ポインタ
は、たとえばノードのレコードの先頭からのオフセット
アドレス５５で表すことができる。

【００２２】ＩＳＡＭ方式で構成されたファイルを利用
してデータ処理を行う際には、次の命令がファイルに対
する複数のアクセスを発生させる。

【００２３】索引付き、データレコードの読み取り 索引付き、データレコードの更新 索引付き、データレコードの追加 索引付き、データレコードの削除

【００２４】これらの命令が発生した場合、インデック
スファイルの複数のノードを順に読み取り、リーフノー
ドまで達した後に、キー値に対応するレコードをデータ
ファイルから読みとり、更新し追加し、あるいは書き込
むことになる。

【００２５】インデックスファイルおよびデータファイ
ルは、大規模の記憶領域を必要とするため、一般に低速
な外部記憶装置に存在する。そして、複数回のアクセス
が発生する。また、外部記憶装置上のアクセスすべき位
置であるアドレスを指定した後に、目的とするデータを
書き込むあるいは読み込むまでの時間、中央処理装置
は、次の命令を受け付けず、待機状態のままとなる。

【００２６】また、時分割によって、複数のプログラム
を同時に動作させるマルチタスクシステムでは、同じＩ
ＳＡＭファイルアクセス手段を用いる場合、その手段を
資源として扱い、ＩＳＡＭファイルアクセス手段がある
プロセスによって使用中の場合、他のプロセスがそのＩ
ＳＡＭファイルアクセス手段を使用することはできな
い。

【００２７】従来、先行技術として、例えば、特開平６
−３３７８３６号に開示されているものがある。この先
行技術は、ホストコンピュータと周辺装置との間のバス
インターフェイスにおいて、周辺装置である複数の外部
記憶装置に対して、それぞれの記憶装置のどの位置にデ
ータが存在するかを特定せず、外部記憶装置の制御装置
において、ホストコンピュータからのコマンドを実行す
るものであり、その場合のホストコンピュータと周辺装
置との間のバス制御に関するものである。

【００２８】また、特開平４−１９１９２１号に開示さ
れている技術は、記憶媒体の複数の位置にヘッドを介し
て、アクセスする記憶装置でヘッドの位置を考慮して、
データの転送コマンドを所定タイミングで、キューイン
グして、最適順序で処理するものである。

【００２９】特開平２−７１２９号に開示されている技
術は、複数の命令を同時に実行するための演算装置に関
するものである。

【００３０】

【発明が解決しようとする課題】インデックスファイル
およびデータファイルが存在する一般に低速な外部記憶
装置に対する複数回のアクセス時には、アクセスすべき
外部記憶装置上の位置であるアドレスを指定した後に目
的とするデータを書き込むあるいは読み込むまでの時
間、中央処理装置は、次の命令を受け付けず、待機状態
のままとなり、全体の処理効率を低下させている。

【００３１】またマルチタスクシステムでは、ＩＳＡＭ
ファイルアクセスプロセスが動作中の場合、別のプロセ
スがそのＩＳＡＭファイルアクセス手段を使用すること
はできないため、全体の処理効率を低下させている。

【００３２】特開平６−３３７８３６号は、複数の周辺
装置である外部記憶装置に対するものであり、複数の外
部記憶装置を持たない規模の小さな機器では使用が困難
なものである。

【００３３】特開平４−１９１９２１号は、記憶媒体の
データ位置とデータの転送コマンドに関するものであ
り、もともとのデータ転送コマンドを発生させるファイ
ル管理に関するものではない。

【００３４】特開平２−７１２９号では、特別な演算装
置に対するものであり、特別な装置を必要とする。

【００３５】本発明の目的は、ＩＳＡＭファイルアクセ
スに対して外部記憶装置のアクセス中に別の命令を先受
けして、システム全体の処理効率を向上させるものであ
る。

【００３６】＜請求項１の課題＞ＩＳＡＭファイルにお
いては、レコードの読み取り、追加、更新、削除の処理
を行う場合、インデックスファイルとデータファイルの
両方のファイルに対する複数アクセスが発生する。この
場合、従来技術では、ファイルアクセスを完了するま
で、次の処理が行われず、処理効率が低下するという問
題があった。

【００３７】＜請求項２の課題＞レコードの追加、削除
の処理では、ＩＳＡＭファイルシステムの２つの構成要
素であるインデックスファイルとデータファイルの双方
に対して、書き込み処理を実施する。細分化された命令
を実行する場合、最初にデータファイルへの書き込み処
理を正常に実行した後、次にインデックスファイルへの
書き込み処理を実施する。

【００３８】この場合、このインデックスファイルに対
する書き込み処理が失敗した場合、追加処理ではデータ
レコードは、存在するがインデックスファイルに対応す
るキーが存在しないというデータとインデックスの整合
性に矛盾が発生する。また、削除処理ではデータレコー
ドは、存在しないがインデックスファイルに対応するキ
ーが存在するというデータとインデックスの整合性に矛
盾が発生する。

【００３９】＜請求項３の課題＞マルチタスクシステム
においては、同一情報処理装置内の複数のプロセスから
また、ネットワークシステムではネットワークを介した
他の情報処理装置から、ＩＳＡＭファイル情報処理装置
に対して、同時に複数のＩＳＡＭファイル命令の実行の
要求が発生する。この場合、従来技術では、各要求に対
して、外部記憶装置上のファイルをアクセスして処理を
完全に実行した後に、次の要求を受け付けるようにして
おり、低速な外部記憶装置の速度によって、システム全
体の処理効率が決定され、効率が低下するという問題が
あった。

【００４０】

【課題を解決するための手段】本発明のＩＳＡＭファイ
ル情報管理装置は、上記の問題を解決するため先頭から
順次レコードが格納される順編成ファイルを不揮発性の
外部記憶装置に展開し、各レコードに対応するキーと、
各レコードの格納位置を表すデータとを組み合わせたイ
ンデックスファイルを用いて順編成データファイルを高
速に検索するＩＳＡＭファイル情報処理装置において、
ＩＳＡＭファイルに対するレコードの検索読み取り、追
加、更新、削除の命令に対して、その命令に対応するフ
ァイルアクセス命令を細分化する細分化手段と、データ
ファイルを管理する第１の管理手段と、インデックスフ
ァイルを管理する第２の管理手段と、ＩＳＡＭファイル
アクセス命令を受けとり、上記第１及び第２の管理手段
を用いて、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を解釈し、複
数のデータファイル、インデックスファイルに対する実
際の処理に変換し、上記外部記憶装置に対するアクセス
命令を発行する処理手段とを設け、上記外部記憶手段に
対するアクセス命令を上記細分化手段により細分化され
たファイルアクセス命令に従って実行中に、次にデータ
ファイル、インデックスファイルに対する命令を受け付
け、解釈して、ファイル検索の処理効率を向上させるよ
うにしたことを特徴とする。

【００４１】ＩＳＡＭによって管理されるデータファイ
ル、インデックスファイルを操作する命令は、次のよう
なものになる。

【００４２】（１）データレコードの追加 （２）データレコードの読み取り （３）データレコードの削除 （４）データレコードの更新

【００４３】この各命令においては、実際には外部記憶
装置に対する複数アクセス命令が発生し、これは、細分
化手段により次のような複数のファイルアクセス命令と
して細分化される。

【００４４】 （１）データレコードの追加 インデックスファイル 既に同じキーを持つレコードが登録され ていないかのチェック。 データファイル データレコードの追加。 インデックスファイル キーに対応するインデックスの追加。 （２）データレコードの読み取り インデックスファイル キーに対応するインデックスの検索。 データファイル データレコードの読み取り。 （３）データレコードの削除 インデックスファイル キーに対応するインデックスの検索。 データファイル データレコードの削除。 インデックスファイル キーの削除。 （４）データレコードの更新 インデックスファイル キーに対応するインデックスの検索。 データファイル データレコードの読み取り。 データファイル 更新されたデータレコードの書き込み。

【００４５】これらの命令が発生した場合、それぞれの
命令は、複数のファイルへのアクセス命令となってい
る。特にインデックスファイルは、ルートノードから、
リーフノードに向かって複数のノードを外部記憶装置上
の別々の位置から読み出すことになる。

【００４６】この外部記憶装置へのアクセスを実行時、
外部記憶装置から、処理の結果が返ってくるまで、次の
処理を行うことが可能である。

【００４７】・次のＩＳＡＭファイルアクセス命令の読
みだし ・ＩＳＡＭファイルアクセス命令の解釈 ・ＩＳＡＭファイルアクセス命令実行のための準備 これらの処理を並行して実行する。

【００４８】また、本発明のＩＳＡＭファイル情報処理
装置は、上記のＩＳＡＭファイル情報処理装置におい
て、上記細分化手段を用いて、複数に分割された命令に
よりＩＳＡＭファイルに対するレコードの追加、削除を
行うものであって、上記外部記憶装置へのアクセス命令
に対する応答が、外部記憶装置から戻ってくる前に次の
データファイル、インデックスファイルに対する命令を
解釈するとき、一連の処理の途中で異常が発生すると、
一連の処理が実行される直前の状態に戻す復元処理手段
を設け、複数に分割された命令の実行途中における失敗
時の復元を行わせるようにしたことを特徴とする。

【００４９】ＩＳＡＭによって管理されるデータファイ
ル、インデックスファイルを操作する次の命令、 （１）データレコードの追加 （２）データレコードの削除 においては、実際には複数の外部記憶装置上の複数のフ
ァイルに対するアクセス命令が発生し、複数のファイル
に対する書き込み処理を実施する。この命令は、次の組
み合わせとなる。

【００５０】 （１）データレコードの追加 インデックスファイル 既に同じキーを持つレコードが登録されていない かのチェック。 データファイル データレコードの追加。 インデックスファイル キーに対応するインデックスの追加。 （２）データレコードの削除 インデックスファイル キーに対応するインデックスの検索。 データファイル データレコードの削除。 インデックスファイル キーの削除。

【００５１】これらの命令が発生した場合、それぞれの
命令は、複数のファイルへの書き込み命令となってい
る。この処理の途中で命令の実行に失敗した場合、直前
に実行した処理を取り消すために、 （１）データレコードの追加 データファイル データレコードの削除。 （２）データレコードの削除 データファイル データレコードの追加。 を実施する。

【００５２】このために、データレコードの削除を実施
する場合、元のレコードの内容を保存しておくこととな
る。以上により先に実行されたファイル書き換え処理
は、正常に行われたが、次のファイル書き換え処理に失
敗した場合、前に実行された命令を取り消し、既に外部
記憶装置に対して行われたファイルアクセスの結果を元
の状態に戻すことができ、複数に分割された命令の途中
失敗時の復元処理が可能になる。

【００５３】また、本発明のＩＳＡＭファイル情報処理
装置は、先頭から順次レコードが格納される順編成デー
タファイルを不揮発性の外部記憶装置に展開し、各レコ
ードに対応するキーと、各レコードの格納位置を表すデ
ータとを組み合わせたインデックスファイルを用いて順
編成データファイルを高速に検索し、マルチタスクシス
テムまたはネットワークシステムあるいは両方を組み合
わせたシステムからのＩＳＡＭファイルアクセス命令を
同時に処理するＩＳＡＭファイル情報処理装置におい
て、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を解釈する解釈手段
と、ＩＳＡＭファイルに対する命令に対して、その命令
に対応するファイルアクセス命令を細分化する細分化手
段と、該細分化手段により細分化した命令に対してマル
チタスクシステムの複数のプロセスの識別子またはネッ
トワークノードの識別子あるいはその両方を付加する識
別子付加手段とを設け、上記解釈手段は、上記細分化手
段から導出する細分化した、ファイルアクセス命令を実
際の物理的な外部記憶装置に対して実行中に、次のファ
イルアクセス命令を受け付け、解釈して、命令全体の処
理時間を短縮するようにしたことを特徴とする。

【００５４】マルチタスクシステムにおける他の複数の
プロセス、あるいは、ネットワーク上に存在する複数の
情報処理装置から同時に複数のＩＳＡＭファイルアクセ
ス要求がある場合、それぞれ、マルチタスクシステム上
のどのプロセス、あるいは、ネットワーク上のどのプロ
セスかを判別するプロセスを特定するための認識情報で
あるＩＤの付与が必要になる。

【００５５】このＩＤは、識別子付加手段により、上記
細分化手段で細分化されたＩＳＡＭファイルアクセス命
令に添付して、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を解釈す
る解釈装置に送る。ＩＳＡＭファイルアクセス命令の解
釈手段は、発生順に複数の要求を受け取り、保存する。
そして、発生順かつ、処理可能なものから順次、ＩＳＡ
Ｍファイルアクセス命令を実行していく。このとき、こ
の外部記憶装置への細分化されたファイルアクセス命令
を実行時、外部記憶装置から、処理の結果が返ってくる
まで、次の処理を並行して行うことができ、命令全体の
処理時間を短縮することが可能となる。

【００５６】・次のＩＳＡＭファイルアクセス命令の読
み出し ・ＩＳＡＭファイルアクセス命令の解釈 ・ＩＳＡＭファイルアクセス命令実行のための準備

【００５７】

【発明の実施の形態】

＜実施形態１＞図１は、本発明を実施するための前提と
なるハードウェア構成を示す。中央処理装置１０１は、
ＣＰＵなどを含み、オペレーティングシステム及びＩＳ
ＡＭファイル管理システムを動作させ、さらに使用者の
必要とするアプリケーションプログラムを実行する。

【００５８】ＩＳＡＭファイルは、たとえばＰＯＳにお
ける商品データや顧客データなど、数千〜数万のデータ
を効率的に管理するために利用される。これらの場合の
キーとして、商品コードや名前あるいは電話番号などが
用いられる。中央処理装置１０１が実行する各プログラ
ムのコードとデータは、磁気ディスク装置や磁気テープ
装置などによって実現される不揮発性の外部記憶装置１
０２から与えられる。

【００５９】一般に、外部記憶装置１０２に対するアク
セス速度は遅くなるので、中央処理装置１０１は主とし
て主記憶装置内１０３に記憶されているコードおよびデ
ータに基づいて動作する。主記憶装置は、例えば半導体
メモリによって実現されている。

【００６０】本構成では、外部記憶装置１０２を制御す
るための外部記憶制御装置１０４が設けられている。こ
の外部記憶制御装置１０４は、外部記憶装置１０２の指
定位置のデータをアクセスするため、アドレス位置指定
のためのアドレス情報や、データを読み取る、または書
き込むなどのコマンド、さらに読み取ったデータや書き
込むべきデータを外部記憶制御装置１０４と通信するた
めのデータ／アドレス信号線１０５と、コマンドとデー
タの区別などを行うための制御信号線１０６、さらに、
外部記憶制御装置１０４で状態が変化した場合、それを
伝えるための割り込み信号線１０７があり、それぞれ外
部記憶装置１０２と外部記憶制御装置１０４さらに中央
処理装置１０１と接続される。

【００６１】本発明は、これらの信号線１０５、１０
６、１０７によって外部記憶制御装置１０２を中央処理
装置１０１が制御することによって実現される。１０８
は、外部情報処理装置１１０との間でネットワーク１０
９を介して情報の通信を行う通信装置である。

【００６２】図２は、主記憶装置１０３内のメモリマッ
プ１０３を示す。例えば、アプリケーションプロセスの
データ部１３３、１３５およびコード部１３４、１３
６、通信制御プロセスのデータ部１３７、およびコード
部１３８、ＩＳＡＭファイルアクセス管理プロセスのデ
ータ部１３９およびコード部１４０、オペレーティング
システムのデータ部１４２およびコード部１４３、さら
に空き領域１４１のように、使い分けられる。

【００６３】主記憶装置１０３上には、アプリケーショ
ンプログラム、通信制御プログラム、ＩＳＡＭファイル
アクセス管理プログラム、オペレーティングシステムの
ように、複数のプログラムが読み出され、時分割などに
よって同時に動作する。この場合、アプリケーションプ
ログラムとＩＳＡＭファイルアクセス管理プログラム
は、オペレーティングシステム上でマルチタスクとして
同時に動作する。主記憶装置１０３上に読み出される動
作に必要なコードとデータとの１つの実態単位をプロセ
スと呼ぶこととする。

【００６４】図３は、図２のＩＳＡＭファイルアクセス
管理プログラムのメモリマップを示す。ＩＳＡＭファイ
ル管理プロセスは、各アプリケーションからのＩＳＡＭ
ファイルアクセス要求をプロセス間通信手段によって要
求を受け取り、アクセス要求バッファ１５０に保管す
る。検索、追加、更新、削除などの動作を指定するため
のコマンド領域１５１と、書き込みデータ領域１５２、
書き込み位置などの動作に必要な情報を保存するための
データ領域を保存するパラメータ領域１５３、この要求
が実行中か待機中かを示すフラグ領域１５４また、各要
求の順序やバッファの空き領域のリンク関係を示すため
のリンク領域１５５を含む。

【００６５】またどのプロセスから発生した要求かを示
すプロセスＩＤ領域１５６とアクセス要求から派生した
最初の基本命令を示すための基本命令リンク領域１５８
が存在する。本発明では複数のアクセス要求バッファが
存在する。

【００６６】このアクセス要求バッファを管理するため
に、受け付けた最も古い要求を示すＦｉｒｓｔポインタ
１６０、最も新しい要求を示すＬａｓｔポインタ１６
１、空きバッファリンクの先頭を示す空きバッファポイ
ンタ１６２が存在する。

【００６７】また、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を判
別し、インデックスファイル、データファイルに対する
個別の命令である基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令用
の複数バッファ１７０があり、ＩＳＡＭ命令を解釈し、
個別命令に分解してここに保存する。

【００６８】基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッフ
ァ１７０には、書き込み、読み取りを示すコマンド領域
１７１と、書き込む、あるいは読み取ったデータを保存
するデータ領域１７２、アクセスするファイルを指定す
るファイルＩＤ領域１７３、ファイル上の位置を示すオ
フセット領域１７４、どのアクセス要求から派生された
かを示す要求ＩＤ１７５が存在し、この命令が実行中か
待機中かを示すフラグ領域１７６が存在する。

【００６９】１つの要求に対して発生する複数の基本命
令の順序を示すためのリンク領域１７７が存在する。こ
のリンクは、双方向リンクである。実行動作指定領域１
７８は、この基本命令が完了した場合の次に実行すべき
処理の位置を示している。

【００７０】この基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バ
ッファ１７０を管理するため、受け付けた最も古い要求
を示すＦｉｒｓｔポインタ１８０、最も新しい要求を示
すＬａｓｔポインタ１８１、空きバッファリンクの先頭
を示す空きバッファポインタ１８２が存在する。

【００７１】また、コード部１９０には、プログラム自
体の動作が記述される。コード部１９０で実現される動
作では、アプリケーションプロセスからのファイルアク
セス命令を受けるためのプロセス間通信手段、命令の種
類を判別する手段、および実際に命令に従ってファイル
をアクセスする手段などを含む。

【００７２】図４は、実施例の動作を示すフローチャー
トである。ステップａ２で、プロセス間通信手段によっ
て、ＩＳＡＭファイルアクセス要求をアプリケーション
から受け取る。ステップａ３でアプリケーションから要
求がない場合、ディスパッチ処理に移る。ステップａ４
ではアクセス要求バッファに空き領域が存在するかをチ
ェックする。これには空きポインタ１６２がＮｕｌｌポ
インタの場合には、空きバッファが存在しないため、要
求を受け付けることができないことが分かる。

【００７３】空き領域が存在しない場合は、ディスパッ
チ処理に移る。ステップａ５では、要求をアクセス要求
バッファ１５０に保存する。このとき、新規の空きバッ
ファは、空きポインタ１６２にリンクされたバッファを
使用することになる。このバッファの数がＩＳＡＭファ
イルアクセス管理プロセス内で同時に処理可能なＩＳＡ
Ｍファイルアクセス要求の上限値となる。

【００７４】アクセス要求バッファ１５０に保存された
要求は、リンク領域１５５のポインタ情報によって、要
求の受け付け順に双方向リンクされる。最も最近、受け
付けられた要求は、Ｌａｓｔポインタ１６１によって、
リンクされる。また、バッファ内に存在する最も古い要
求は、Ｆｉｒｓｔポインタ１６０によって、リンクされ
ている。

【００７５】ステップａ６では、要求の種類を判別す
る。各要求について、発生するデータアクセスは、次の
通りである。

【００７６】（１）読み取り、削除ではインデックスア
クセス１回と、データファイルアクセス１回 （２）更新ではインデックスアクセス１回と、データフ
ァイルアクセス２回 （３）追加ではインデックスアクセス２回と、データフ
ァイルアクセス２回 が発生する。さらに、インデックスファイルのアクセス
では、ルートノードから、リーフノードへの複数のノー
ドのアクセスが発生する。

【００７７】ステップａ７、ａ８、ａ９、ａ１０では読
み取り、削除、更新、追加のそれぞれの要求について、
それぞれの処理を実行する細時分割プロセスを生成す
る。その他の要求に付いては、それぞれの要求別の処理
を行うが、本発明の範囲外であるため、ここでは説明を
省略する。

【００７８】そして、ステップａ１１で、ディスパッチ
処理を実行した後で、再びアプリケーションからの要求
の受信へ戻る。

【００７９】図５は、読み取り処理の場合の細時分割プ
ロセス生成の処理の動作を示すフローチャートである。
読み取り処理の場合、ステップｂ２で読み取り処理のプ
ロセスを生成する。そしてファイルに対する最初にアク
セスする対象はインデックスファイルである。この時、
ルートノードのアクセスｂ３、中間ノードのアクセスｂ
４リーフノードのアクセスｂ５、データレコードのアク
セスｂ６の順序に実行する。

【００８０】この場合、それぞれのステップは、基本Ｉ
ＳＡＭファイルアクセス命令バッファ１７０に基本命令
を生成し、保存する。この場合、後半の基本命令を実行
するステップｂ４、ｂ５、ｂ６は、それぞれ前から順
に、実行を行わないとファイル上のアクセス位置が不明
である。したがって、オフセット領域１７４は未定であ
ることを示すＮｕｌｌ情報が設定される。ファイルＩＤ
領域１７３は、アクセスすべきファイル識別情報が設定
される。

【００８１】また、各基本命令は同じＩＳＡＭファイル
アクセス要求で発生したことを示すためにプロセスＩＤ
１５６と同じ要求ＩＤを設定する。また、リンク領域１
７７は、基本命令の前後関係を示すための双方向リンク
であり、設定される。実行動作指定領域１７８は、それ
ぞれの基本命令が完了した場合、次のすべき処理の位置
を表している、また、この細分化された処理の最後に
は、ディスパッチ処理へ制御を移すためのコードが追加
されている。

【００８２】さらに１つの要求から派生された最後の命
令の場合は、アプリケーションへ実行結果を返すための
コードが追加されている。この領域がＮｕｌｌポインタ
の場合は、要求から派生された基本命令がすべて完了し
たことを示す。図６は、このコードの保存状態を示す。

【００８３】フラグ領域１７６は、基本命令の処理が済
みか否かを示すために用いる。細時分割プロセス発生時
は、このフラグはすべて未処理を示している。また、実
行順序を明確にするために、リンク領域１７７によって
基本命令をリンクする。このリンクの先頭は、アクセス
要求バッファ１５０の対応する要求の基本命令のリンク
領域１５８にリンクされている。最も最近、受け付けら
れた基本命令は、Ｌａｓｔポインタ１８１によって、リ
ンクされる。また、バッファ内に存在する最も古い基本
命令は、Ｆｉｒｓｔポインタ１８０によって、リンクさ
れている。

【００８４】削除処理、更新処理、追加処理も同様に、
インデックスファイル、データファイルのアクセス命令
を分解して、基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッフ
ァ１７０へ登録される。

【００８５】図７にディスパッチ処理の動作を示す。デ
ィスパッチ処理は、アプリケーションからのＩＳＡＭフ
ァイルアクセス要求がないときや、細時分割プロセスの
生成が完了したとき、ＩＳＡＭファイル基本命令を実行
するために外部記憶制御装置１０４にアクセスコマンド
を発行した後、および、外部記憶装置１０２でファイル
アクセス命令の処理が完了したときの割り込み信号によ
って発生する。

【００８６】ステップｃ１では、ディスパッチが外部記
憶装置１０２でのファイルアクセス命令の処理が完了し
た場合か否かを判定する。ステップｃ２で、もし、外部
記憶装置でファイルアクセス命令の処理の完了の場合
は、基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令のＦｉｒｓｔポ
インタ１８０が示すバッファ１８０に、読み込みの場合
は、データ領域１７２にデータをセットする。

【００８７】そして、実行動作指定領域１７８にセット
されている次に行うべき処理に制御を移す。次に行うべ
き処理で使用する情報は、リンク領域１７７で指定され
る次のＩＳＡＭ基本で使用する。フラグ領域１７６は、
このバッファの命令が完了したことを示す情報が書き込
まれる。

【００８８】外部記憶装置１０２でのファイルアクセス
命令の処理の完了ではない場合、ステップｃ７でＩＳＡ
Ｍファイル管理プロセス以外のアプリケーションプロセ
スにＣＰＵ資源を渡すために、マルチタスクＯＳレベル
でのディスパッチを実行する。

【００８９】さらに、ステップｃ３では、元のＩＳＡＭ
ファイル要求から派生された基本命令がすべて処理され
たか否かを判別する。これには、基本命令のリンク領域
１７７がＮｕｌｌポインタであるか否かを検査する。元
のＩＳＡＭファイル要求から派生された基本命令がすべ
て処理された場合、ステップｃ４では、次の処理を行
う。

【００９０】（１）ＩＳＡＭファイルアクセス要求を発
行したアプリケーションに対して実行結果をプロセス間
通信手段を用いて通知する。これには、要求より、派生
した基本命令の実行動作指定領域１７８が指定する処理
の最後に、実行結果を返すための処理を呼び出すルーチ
ンが含まれていることによって実現する。そして、ディ
スパッチ処理に戻る。

【００９１】（２）アクセス要求バッファ１５０で、次
の要求を指定する。これには、現在のＦｉｒｓｔポイン
タの位置を完了した要求のリンク領域１５５をたどるこ
とによって、次に実行すべき要求にリンクする。

【００９２】（３）要求より派生した基本命令をクリア
する。これには基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令のＦ
ｉｒｓｔポインタ１８０の位置を、完了した基本命令の
リンク領域１７７をたどることによって、次に実行すべ
き基本命令にリンクする。更に、バッファを解放するた
めに空きポインタが示す空きバッファリストの先頭に挿
入する。これを派生したすべての基本命令について実行
する。更に、アクセス要求バッファをクリアする。これ
には、完了したバッファを空きポインタ１６２が示す空
きバッファリストの先頭に挿入する。

【００９３】ステップｃ５では、次に行うべき外部記憶
装置１０２でのファイルアクセス命令を決定する。ここ
では、アクセス要求バッファ１５０のＦｉｒｓｔポイン
タ１６０にリンクされているアクセス要求を参照する。
この要求から派生した基本命令を実行することとなる。

【００９４】このアクセス要求から派生した基本命令
は、基本命令リンク領域１５８をたどることによって判
明し、基本命令の内のリンク領域１７７を更にたどり、
フラグ領域１７６が処理待機中のものを探すまで、基本
命令のリンクを検索する。そして、ステップｃ６で、こ
の命令を実行するために、コマンドを外部記憶制御装置
１０２に送る。

【００９５】＜実施形態２＞実施形態２のハードウェア
構成は、上記実施形態１の場合の図１と同じである。実
施形態２のメモリマップは、実施形態１の場合の図２と
同じである。また、実施形態２のＩＳＡＭファイルアク
セス管理プログラムのデータ部のメモリマップは、上記
実施形態１の場合の図３と同じである。

【００９６】図８は、アプリケーションプログラムから
データレコードの追加処理における細時分割プロセス生
成の処理の動作を示すフローチャートである。ステップ
ｄ１で追加処理のプロセスを生成する。そしてファイル
に対する最初にアクセスする対象はインデックスファイ
ルである。

【００９７】この時、ルートノードのアクセスｄ２、中
間ノードのアクセスｄ３、リーフノードのアクセスｄ
４、新規レコードの獲得とデータレコードの書き込みｄ
５、キーの追加のためのルートノードのアクセスｄ６、
中間ノードのアクセスｄ７、リーフノードのアクセスｄ
８、リーフノードへのキーの追加ｄ９、更に、リーフノ
ードまたは、中間ノード、ルートノードに格納するキー
とポインタの組がノードに格納しきれない場合は、さら
にこれらのノードに対するアクセスが発生し、この順序
で実行する。

【００９８】それぞれのステップは、基本ＩＳＡＭファ
イルアクセス命令バッファ１７０に基本命令を生成し、
保存する。この場合、後半の基本命令を実行するステッ
プｄ３以降は、それぞれ前から順に、実行を行わないと
ファイル上のアクセス位置が不明である。

【００９９】ファイルＩＤ領域１７３、オフセット領域
１７４、要求ＩＤ領域１７５、フラグ領域１７６、リン
ク領域１７７、実行動作指定領域１７８は、実施形態１
の場合と同じようにして設定する。また、アクセス要求
バッファ１５０の対応する要求の基本命令へのリンク領
域１５８の設定、Ｌａｓｔポインタ１８１、Ｆｉｒｓｔ
ポインタ１８０の設定も実施形態１の場合と同じであ
る。

【０１００】１つの要求から複数の基本命令が派生す
る。一連の基本命令の実行の途中で実行に失敗した場
合、元の要求自体が失敗したこととなる。この時は、既
に実行された一連の基本命令のファイルに対する変更を
元に戻す必要がある。

【０１０１】基本命令の実行が失敗した場合、たとえ
ば、図８の追加処理のステップｄ９で発生した場合、そ
れ以前に実行されたファイルへの書き込み処理を無効に
する必要がある。ここでは、ステップｄ５である。基本
命令は、リンク領域１７７の双方向リンクによって、実
行順の逆順にたどることができる。ここでステップｄ５
で発生する基本命令の情報から、データレコードが書き
込まれた位置を特定することができる。これによって、
この位置のデータレコードを削除レコードとすることに
よって、データレコードの追加の影響をファイルから削
除することができる。

【０１０２】次に、更新処理について述べる。図９は更
新処理のフローチャートである。ステップｅ１で更新処
理のプロセスを生成する。そしてファイルに対する最初
にアクセスする対象はインデックスファイルである。こ
の時、ルートノードのアクセスｅ２、中間ノードのアク
セスｅ３、リーフノードのアクセスｅ４、更新すべきデ
ータレコードの読み取りｅ５、更新を実施したデータレ
コードの書き込みｅ６は、この順序で実行される。それ
ぞれのステップは、基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令
バッファ１７０に基本命令を生成し、保存する。基本Ｉ
ＳＡＭファイルアクセス命令バッファ１７０内の各領域
の設定は、実施形態１で述べたのと同じである。

【０１０３】基本命令の実行の途中で失敗した場合、例
えば、図９の更新処理のステップｅ６で発生した場合、
それ以前に実行されたファイルへの書き込み処理を無効
にする必要がある。ここでは、ステップｅ６である。基
本命令は、リンク領域１７７の双方向リンクによって、
実行順の逆順にたどることができる。ここでステップｅ
６の一つ前の基本命令ｅ５で読み込まれた更新前のデー
タレコードが存在する。このデータレコードを書き込む
ことによって、データレコードの更新の影響をファイル
から削除することができる。

【０１０４】次に、削除処理について述べる。図１０
は、削除処理のフローチャートである。ステップｆ１で
削除処理のプロセスを生成する。そしてファイルに対す
る最初にアクセスする対象はインデックスファイルであ
る。この時、ルートノードのアクセスｆ２、中間ノード
のアクセスｆ３、リーフノードのアクセスｆ４、削除す
べきデータレコードの読み取りｆ５、削除情報を加えて
データレコードの書き込みｆ６、キーの削除のための、
リーフノードからのキーの削除ｆ７の各ステップが発生
する。そしてそれぞれのステップを基本ＩＳＡＭファイ
ルアクセス命令バッファ１７０に基本命令を生成し、保
存する。基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッファ１
７０内の各領域の設定は、実施形態１で述べたのと同じ
である。

【０１０５】基本命令の実行の途中で失敗した場合、例
えば、図１０の削除処理のステップｆ７で発生した場
合、それ以前に実行されたファイルへの書き込み処理を
無効にする必要がある。ここでは、ステップｆ６であ
る。基本命令は、リンク領域１７７の双方向リンクによ
って、実行順の逆順にたどることができる。ここでステ
ッップｆ６の一つ前の基本命令ｆ５で読み込まれた更新
前のデータレコードが存在する。このデータレコードを
書き込むことによって、データレコードのｘ削除の影響
をファイルから削除することができる。

【０１０６】＜実施形態３＞実施形態３のハードウェア
構成は、図１に示す通りである。これは実施形態１に、
他の情報処理装置との間で通信をするための、通信装置
１０８が付加され、この通信装置１０８に接続されたネ
ットワーク１０９上に本ＩＳＡＭファイル制御情報処理
装置と通信可能な情報処理装置１１０が接続されてい
る。実施形態３のメモリマップは、図２に示す。通信装
置を制御するための通信制御プロセスのコード部１３７
とデータ部１３８が設けられている。

【０１０７】実施形態３のＩＳＡＭファイルアクセス管
理プログラムのデータ部のメモリマップは、図３に示
す。このデータは、どのアプリケーションプロセスから
のＩＳＡＭファイルアクセス命令かを判別するため、即
ち各プロセス、および、ネットワーク上のどの情報処理
装置からのＩＳＡＭファイルアクセス命令かを判別する
ためにそれぞれ、固有の識別情報を保存する。この目的
のためプロセスＩＤ１５６とノードＩＤ１５７の領域が
存在する。その他は上記実施形態１で説明した図３と同
じである。

【０１０８】図１１は、実施形態１の動作を示すフロー
チャートである。ステップｇ２で、プロセス間通信手段
によって、ＩＳＡＭファイルアクセス要求をアプリケー
ションから受け取る。このプロセス間通信手段は、ネッ
トワーク上に接続された外部の情報処理装置１１０上の
プロセスも含まれる。ステップｇ３でアプリケーション
から要求がない場合、ディスパッチ処理に移る。ステッ
プｇ４ではアクセス要求バッファ１５０に空き領域が存
在するかをチェックする。

【０１０９】これには空きポインタ１６２がＮｕｌｌポ
インタの場合には、空きバッファが存在しないため、要
求を受け付けることができないことが分かる。空き領域
が存在しない場合は、ディスパッチ処理に移る。ステッ
プｇ５では、要求をアクセス要求バッファ１５０に保存
する。このとき、どのネットワーク上の外部情報処理装
置１１０のどのプロセスからの要求かを確定させるため
に、プロセスＩＤ領域１５６、ノードＩＤ領域１５７に
識別情報を書き込む。他の領域やアクセス要求バッファ
１５０の各ポインタの設定は、実施形態１の場合と同じ
である。

【０１１０】ＩＳＡＭファイルアクセス要求からの基本
ＩＳＡＭファイルアクセス命令の生成手順及び細時分割
プロセスの生成手順は、実施形態１の場合と同じであ
る。また、ディスパッチ処理の全体の動作は、実施形態
１の場合と同じである。このディスパッチ処理の内、元
のＩＳＡＭファイル要求から派生された基本命令がすべ
て処理された状態となった場合、次の処理を行う。

【０１１１】（１）ＩＳＡＭファイルアクセス要求を発
行したアプリケーションに対して実行結果をプロセス間
通信手段を用いて通知する。これには、要求より、派生
した基本命令の実行動作指定領域１７８が指定する処理
の最後に、実行結果を返すための処理を呼び出すルーチ
ンが含まれていることによって実現する。そして、ディ
スパッチ処理に戻る。

【０１１２】（２）アクセス要求バッファ１５０から、
該当要求を削除する。これには、現在のＦｉｒｓｔポイ
ンタの位置を完了した要求のリンク領域１５５をたどる
ことによって、次に実行すべき要求にリンクする。

【０１１３】（３）アクセス要求バッファ１５０をクリ
アする。これには、完了したバッファを空きポインタ１
６２が示す空きバッファリストの先頭に挿入する。

【０１１４】図１２は、上記（１）の実行結果をプロセ
ス間通信手段を用いて、ＩＳＡＭファイルアクセス要求
を発行したプロセスに返す動作について示す。ステップ
ｈ２では、実行結果を返すべき、プロセスを特定するた
めに、アクセス要求バッファ１５０のプロセスＩＤ領域
１５６とノードＩＤ領域１５７の情報を取得する。

【０１１５】ステップｈ３では、プロセスが自ノード内
のプロセスか、ネットワーク上の他ノードのプロセスか
を判定する。ステップｈ４では、自ノードの場合で、そ
のまま実行結果をプロセス間通信手段によって引き渡
す。

【０１１６】ステップｈ５は、他ノードの場合で、プロ
セスＩＤ１５６に基づき、実行結果を送付する情報処理
装置を特定し、プロセスＩＤ１５６を実行結果に付加し
て通信制御装置を介して送る。送られた情報処理装置で
は、プロセスＩＤによってどのプロセスからの要求に対
する結果であるかを特定することが可能である。ステッ
プｈ６では、再びディスパッチ処理へ戻る。

【０１１７】

【発明の効果】本発明は上記の構成であるので、ＩＳＡ
Ｍファイルに対するレコードの検索読み取り、追加、更
新、削除の命令に対応したファイルアクセス命令を細分
化し、細分化したアクセス命令に従って低速な外部記憶
装置へのアクセスを実行中に、中央処理装置は次の命令
を受け付け解釈して、ファイル検索の処理を並行して行
うことができ、インデックスファイルおよびデータファ
イルが存在する大容量であるが低速の外部記憶措置を備
えたＩＳＡＭファイルの情報検索の処理効率を向上させ
ることができる。

【０１１８】また、本発明は、レコードの追加、削除処
理を行う場合、ＩＳＡＭファイルのインデックスファイ
ルとデータファイルの双方に対して、細分化された命令
を実行して、最初にデータファイルへの書き込み処理を
正常に行った後、次にインデックスファイルへの書き込
み処理を実施するが、一連の処理の途中で異常が発生し
た場合、復元処理により、上記一連の処理が実行される
直前の状態にまで戻すので、複数に分割された命令の実
行途中における失敗が復元でき、データとインデックス
の整合性に矛盾が発生するのを防止することができる。

【０１１９】また、本発明は、マルチタスクシステム或
いはネットワークシステムに適用する場合、マルチタス
クシステムでは、同一情報処理装置内の複数のプロセス
から、またネットワークシステムでは、ネットワークを
介した他の情報処理装置から、ＩＳＡＭファイル情報処
理装置に対して、同時に、複数のＩＳＡＭファイル命令
の実行の要求が発生するが、細分化したファイルアクセ
ス命令に対して、プロセス或いはネットワークノードの
識別子を付与し、細分化したファイルアクセス命令を低
速の外部記憶装置に対して実行中に、次のファイルアク
セス命令を受け付け、解釈して、並行した処理を実行す
るので、低速の外部記憶装置へのファイルアクセスを各
要求に対して、処理を完全に実行するまで次の要求の受
け付けを待機する必要がなく、低速な外部記憶装置を備
えた装置におけるシステム全体の処理効率を向上させる
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の実施形態のシステム構成のブロック
図である。

【図２】 本発明の実施形態に用いるＩＳＡＭファイル
アクセス管理システムのメモリマップである。

【図３】 図２に示すメモリマップ内のデータ部の詳細
な構成図である。

【図４】 本発明の第１の実施形態における要求の種類
判別処理の動作フローである。

【図５】 本発明の第１の実施形態におけるデータレコ
ード検索処理の動作フローである。

【図６】 本発明の第１の実施形態におけるコード部の
メモリマップである。

【図７】 本発明の第１の実施形態におけるディスパッ
チ処理の動作フローである。

【図８】 本発明の第２の実施形態における追加処理の
動作フローである。

【図９】 本発明の第２の実施形態における更新処理の
動作フローである。

【図１０】 本発明の第２の実施形態における削除処理
の動作フローである。

【図１１】 本発明の第３の実施形態におけるＩＳＡＭ
ファイルアクセス要求受け付け時の動作フローである。

【図１２】 本発明の第３の実施形態における要求に対
する実行結果の戻し処理の動作フローである。

【図１３】 従来例のＢツリー構造のインデックスファ
イルの概念図である。

【図１４】 従来例のＢツリー構造のキー値とポインタ
の関係図である。

【図１５】 従来例のＢツリー構造への空き領域がある
場合におけるキー追加の説明図である。

【図１６】 従来例のＢツリー構造への空き領域がない
場合におけるキー追加の説明図である。

【図１７】 従来例のＢツリー構造へのノードの生成を
含むキーの追加の説明図である。

【図１８】 従来例のＢツリー構造におけるファイルで
の実現方法の説明図である。

【符号の説明】

１０１ 中央処理装置 １０２ 外部記憶装置 １０３ 主記憶措置 １０４ 外部記憶制御装置 １０５ データ／アドレス信号線 １０６ 制御信号線 １０７ 割り込み信号線 １０８ 通信装置 １０９ ネットワーク １１０ 外部の情報処理装置 １３３ アプリケーションプロセスＡデータ部 １３４ アプリケーションプロセスＡコード部 １３５ アプリケーションプロセスＢデータ部 １３６ アプリケーションプロセスＢコード部 １３７ 通信制御プロセスデータ部 １３８ 通信制御プロセスコード部 １３９ ＩＳＡＭファイルアクセス管理プロセスデータ
部 １４０ ＩＳＡＭファイルアクセス管理プロセスコード
部 １４１ 空き領域 １４２ オペレーティングシステムデータ部 １４３ オペレーティングシステムコード部 １５０ アクセス要求バッファ １５１ コマンド領域 １５２ データ領域 １５３ パラメータ領域 １５４ フラグ領域 １５５ リンク領域 １５６ プロセスＩＤ １５７ ノードＩＤ １５８ 基本命令へのリンク １６０ アクセス要求バッファＦｉｒｓｔポインタ １６１ アクセス要求バッファＬａｓｔポインタ １６２ アクセス要求バッファ空きポインタ １７０ 基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッファ １７１ コマンド領域 １７２ データ領域 １７３ ファイルＩＤ １７４ オフセット領域 １７５ 要求ＩＤ １７６ フラグ領域 １７７ リンク領域 １７８ 実行動作指定 １８０ 基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッファＦ
ｉｒｓｔポインタ １８１ 基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッファＬ
ａｓｔポインタ １８２ 基本ＩＳＡＭファイルアクセス命令バッファ空
きポインタ １９０ コード部

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】先頭から順次レコードが格納される順編成
   データファイルを不揮発性の外部記憶装置に展開し、各
   レコードに対応するキーと、各レコードの格納位置を表
   すデータとを組み合わせたインデックスファイルを用い
   て順編成データファイルを高速に検索するＩＳＡＭファ
   イル情報処理装置において、ＩＳＡＭファイルに対する
   レコードの検索読み取り、追加、更新、削除の命令に対
   して、その命令に対応するファイルアクセス命令を細分
   化する細分化手段と、データファイルを管理する第１の
   管理手段と、インデックスファイルを管理する第２の管
   理手段と、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を受けとり、
   上記第１及び第２の管理手段を用いて、ＩＳＡＭファイ
   ルアクセス命令を解釈し、複数のデータファイル、イン
   デックスファイルに対する実際の処理に変換し、上記外
   部記憶装置に対するアクセス命令を発行する処理手段と
   を設け、上記外部記憶手段に対するアクセス命令を上記
   細分化手段により細分化されたファイルアクセス命令に
   従って実行中に、次のデータファイル、、インデックス
   ファイルに対する命令を受け付け、解釈して、ファイル
   検索の処理効率を向上させるようにしたことを特徴とす
   るＩＳＡＭファイル情報処理装置。
2. 【請求項２】上記細分化手段を用いて、複数に分割され
   た命令によりＩＳＡＭファイルに対するレコードの追
   加、削除を行うものにおいて、上記外部記憶装置へのア
   クセス命令に対する応答が、外部記憶装置から戻ってく
   る前に次のデータファイル、インデックスファイルに対
   する命令を解釈するとき、一連の処理の途中で異常が発
   生すると、一連の処理が実行される直前の状態に戻す復
   元処理手段を設け、複数に分割された命令の実行途中に
   おける失敗時の復元を行わせるようにしたことを特徴と
   する請求項１記載のＩＳＡＭファイル情報処理装置。
3. 【請求項３】先頭から順次レコードが格納される順編成
   データファイルを不揮発性の外部記憶装置に展開し、各
   レコードに対応するキーと、各レコードの格納位置を表
   すデータとを組み合わせたインデックスファイルを用い
   て順編成データファイルを高速に検索し、マルチタスク
   システムまたはネットワークシステムあるいは両方を組
   み合わせたシステムからのＩＳＡＭファイルアクセス命
   令を同時に処理するＩＳＡＭファイル情報処理装置にお
   いて、ＩＳＡＭファイルアクセス命令を解釈する解釈手
   段と、ＩＳＡＭファイルに対する命令に対して、その命
   令に対応するファイルアクセス命令を細分化する細分化
   手段と、該細分化手段により細分化した命令に対してマ
   ルチタスクシステムの複数のプロセスの識別子またはネ
   ットワークノードの識別子あるいはその両方を付加する
   識別子付加手段とを設け、上記解釈手段は、上記細分化
   手段から導出する細分化したファイルアクセス命令を実
   際の物理的な外部記憶装置に対して実行中に、次のファ
   イルアクセス命令を受け付け、解釈して命令全体の処理
   時間を短縮するようにしたことを特徴とするＩＳＡＭフ
   ァイル情報処理装置。