JPH096540A - 直接アクセス記憶装置のデータ圧縮用組込みディレクトリ方法及びディレクトリ・レコード - Google Patents
直接アクセス記憶装置のデータ圧縮用組込みディレクトリ方法及びディレクトリ・レコードInfo
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- JPH096540A JPH096540A JP8136803A JP13680396A JPH096540A JP H096540 A JPH096540 A JP H096540A JP 8136803 A JP8136803 A JP 8136803A JP 13680396 A JP13680396 A JP 13680396A JP H096540 A JPH096540 A JP H096540A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 直接アクセス記憶装置の圧縮データのディレ
クトリ情報を保持する組込みディレクトリ・レコード及
びその方法を提供する事を目的とする。 【解決手段】 組込みディレクトリ・レコードは、複数
のページ・エントリ、複数の例外領域エントリ、複数の
圧縮グループ統計を含む。各ページ・エントリは、割当
てページ長値及び割当てページの使用セクタ値を含む。
例外領域エントリは、使用例外セクタを識別用ページ・
インデックス及びビット・マップを含む。圧縮グループ
統計は、割当てセクタの合計値、使用セクタの合計値、
及び書込みページの合計値を含む。要求ページ開始ペー
ジ・アドレスは、各ページの割当てページ長値を依頼ペ
ージまで合計しオフセット値を識別し、そのオフセット
値と所定の論理ブロックアドレスとを組み合わせる事で
識別される。ディレクトリ情報の読取り／書込みには、
ＳＫＩＰ ＲＥＡＤ及びＳＫＩＰ ＷＲＩＴＥ操作指示
を出す。
クトリ情報を保持する組込みディレクトリ・レコード及
びその方法を提供する事を目的とする。 【解決手段】 組込みディレクトリ・レコードは、複数
のページ・エントリ、複数の例外領域エントリ、複数の
圧縮グループ統計を含む。各ページ・エントリは、割当
てページ長値及び割当てページの使用セクタ値を含む。
例外領域エントリは、使用例外セクタを識別用ページ・
インデックス及びビット・マップを含む。圧縮グループ
統計は、割当てセクタの合計値、使用セクタの合計値、
及び書込みページの合計値を含む。要求ページ開始ペー
ジ・アドレスは、各ページの割当てページ長値を依頼ペ
ージまで合計しオフセット値を識別し、そのオフセット
値と所定の論理ブロックアドレスとを組み合わせる事で
識別される。ディレクトリ情報の読取り／書込みには、
ＳＫＩＰ ＲＥＡＤ及びＳＫＩＰ ＷＲＩＴＥ操作指示
を出す。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、直接アクセス記憶
装置（ＤＡＳＤ）の圧縮データのディレクトリデータ保
持用埋め込みディレクトリレコード及びディレクトリデ
ータ保持方法に関する。
装置（ＤＡＳＤ）の圧縮データのディレクトリデータ保
持用埋め込みディレクトリレコード及びディレクトリデ
ータ保持方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータは、それ自体にデータを読
み書き出来る媒体を備えた補助記憶装置を有する場合が
多い。ディスク駆動装置，又はＤＡＳＤは、積層された
通常回転する固定磁気ディスクを有し、そのディスク表
面に磁気的にデータを記憶させる。データは、ディスク
表面に配せられ半径方向に離散したデータ情報トラック
に記録される。通路（ＰＡＴＨ）に配せられ駆動軸に向
かう方向又はその反対方向に駆動する変換ヘッドは、デ
ータをディスクに書込み、そこから読み取る。データシ
リンダには、１セットの当該ディスク表面用データ情報
トラックがある。固定ディスク構造（ＦＢＡ）のＤＡＳ
Ｄでは、データ情報トラックが同じサイズのセグメント
か、又はセクタに分割されている。各セクタには、数
字、即ち論理ブロックアドレスが割り当てられている。
一般に、データファイルは連続したＬＢＡを用いて読み
書きされ、開始ＬＢＡから連続した論理データ表面のデ
ータ情報トラックに続く。ファイルのデータブロック
（ブロックデータ）が、ＤＡＳＤの異なる位置の不連続
の使用可能なセクタに書き込まれる場合は、断片化（フ
ラグメンテイション）がおこる。
み書き出来る媒体を備えた補助記憶装置を有する場合が
多い。ディスク駆動装置，又はＤＡＳＤは、積層された
通常回転する固定磁気ディスクを有し、そのディスク表
面に磁気的にデータを記憶させる。データは、ディスク
表面に配せられ半径方向に離散したデータ情報トラック
に記録される。通路（ＰＡＴＨ）に配せられ駆動軸に向
かう方向又はその反対方向に駆動する変換ヘッドは、デ
ータをディスクに書込み、そこから読み取る。データシ
リンダには、１セットの当該ディスク表面用データ情報
トラックがある。固定ディスク構造（ＦＢＡ）のＤＡＳ
Ｄでは、データ情報トラックが同じサイズのセグメント
か、又はセクタに分割されている。各セクタには、数
字、即ち論理ブロックアドレスが割り当てられている。
一般に、データファイルは連続したＬＢＡを用いて読み
書きされ、開始ＬＢＡから連続した論理データ表面のデ
ータ情報トラックに続く。ファイルのデータブロック
（ブロックデータ）が、ＤＡＳＤの異なる位置の不連続
の使用可能なセクタに書き込まれる場合は、断片化（フ
ラグメンテイション）がおこる。
【０００３】ＤＡＳＤの使用可能なデータ保存容量が比
較的限られている場合は、圧縮技術を用いてデータを保
存することが出来る。しかし、ＤＡＳＤを効果的に使用
する場合は、応答時間は予測出来、且つ迅速でなければ
ならない。この応答時間の一貫性は非常に重要な考慮す
べき問題である。作業量が多い場合は、応答時間は少な
くとも予測できる必要がある。バッチ処理では、通常、
業務は背景の応用プログラムを動かす低システム負荷の
限定時間（certain windows of time）に依存する。こ
れらの応用プログラムの時間要求に一貫性が無く且つ予
測できないなら作業の流れの予定を組むことは難しく本
質的にシステムに大きな過負荷が加わる限定時間に依存
する。
較的限られている場合は、圧縮技術を用いてデータを保
存することが出来る。しかし、ＤＡＳＤを効果的に使用
する場合は、応答時間は予測出来、且つ迅速でなければ
ならない。この応答時間の一貫性は非常に重要な考慮す
べき問題である。作業量が多い場合は、応答時間は少な
くとも予測できる必要がある。バッチ処理では、通常、
業務は背景の応用プログラムを動かす低システム負荷の
限定時間（certain windows of time）に依存する。こ
れらの応用プログラムの時間要求に一貫性が無く且つ予
測できないなら作業の流れの予定を組むことは難しく本
質的にシステムに大きな過負荷が加わる限定時間に依存
する。
【０００４】圧縮データブロックの大きさは圧縮、復
元、更新、再圧縮というサイクルに従って変化する。こ
のため、圧縮データをＤＡＳＤに保存するとき各圧縮デ
ータ・ブロックの大きさと位置を記録するために、効率
の良いディレクトリ機構が必要となる。
元、更新、再圧縮というサイクルに従って変化する。こ
のため、圧縮データをＤＡＳＤに保存するとき各圧縮デ
ータ・ブロックの大きさと位置を記録するために、効率
の良いディレクトリ機構が必要となる。
【０００５】即ち、ＤＡＳＤ上の圧縮データを効率的に
管理するには、記憶効率が良くかつ効率の良い性能を提
供する組込みディレクトリ構造が必要となる。
管理するには、記憶効率が良くかつ効率の良い性能を提
供する組込みディレクトリ構造が必要となる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】本発明の重要な目的は
直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）の圧縮データのディ
レクトリ情報を保持する組込みディレクトリ・レコード
及びその方法を提供すること、及び従来技術のもつ多く
の欠点を克服する組込みディレクトリ・レコード及びそ
の方法を提供することである。
直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）の圧縮データのディ
レクトリ情報を保持する組込みディレクトリ・レコード
及びその方法を提供すること、及び従来技術のもつ多く
の欠点を克服する組込みディレクトリ・レコード及びそ
の方法を提供することである。
【０００７】
【課題を解決するための手段】簡潔に述べるならば、直
接アクセス記憶装置用の圧縮データ・ディレクトリ情報
を保持する組込みタイプのディレクトリ・レコード及び
その方式が提供される。この組込みタイプのディレクト
リは、複数のページ・エントリ、複数の例外領域エント
リ、及び複数の圧縮グループ統計を含む。各ページ・エ
ントリには割当てページ長値及び使用セクタ数値を含
む。例外領域エントリには使用例外セクタを識別するた
めのページ・インデックス及びビット・マップを含む。
圧縮グループ統計には、割当てセクタの合計値、使用セ
クタの合計値、及び書込みページの合計値を含む。要求
ページの開始ページ・アドレスは、各ページの割当てペ
ージ長値を要求ページまで合計してオフセット値を識別
し、そのオフセット値と所定の論理ブロック・アドレス
とを組み合わせることにより、ページ・エントリの最初
から始まるように識別される。ディレクトリ情報の読取
り及び書込みはスキップ読取りオペレーション及びスキ
ップ書込みオペレーションを使用して行う。
接アクセス記憶装置用の圧縮データ・ディレクトリ情報
を保持する組込みタイプのディレクトリ・レコード及び
その方式が提供される。この組込みタイプのディレクト
リは、複数のページ・エントリ、複数の例外領域エント
リ、及び複数の圧縮グループ統計を含む。各ページ・エ
ントリには割当てページ長値及び使用セクタ数値を含
む。例外領域エントリには使用例外セクタを識別するた
めのページ・インデックス及びビット・マップを含む。
圧縮グループ統計には、割当てセクタの合計値、使用セ
クタの合計値、及び書込みページの合計値を含む。要求
ページの開始ページ・アドレスは、各ページの割当てペ
ージ長値を要求ページまで合計してオフセット値を識別
し、そのオフセット値と所定の論理ブロック・アドレス
とを組み合わせることにより、ページ・エントリの最初
から始まるように識別される。ディレクトリ情報の読取
り及び書込みはスキップ読取りオペレーション及びスキ
ップ書込みオペレーションを使用して行う。
【０００８】
【発明の実施の形態】図１は、本発明によるデータ圧縮
方法を実施するシステム１０の例を示すブロック図であ
る。図示のように、システム１０には、データ処理シス
テム又はホスト・システム１２がある。ホスト・システ
ム１２は、アプリケーション・オペレーティング・シス
テム１４、ファイル・システム１６、及び、少なくとも
１つのＤＡＳＤにデータを記憶させるための直接アクセ
ス記憶装置（ＤＡＳＤ）用データ記憶管理機能１８を有
する。ＤＡＳＤ記憶管理機能１８は、関連するＤＡＳ
Ｄ、即ちＤＡＳＤ３６に格納されるデータの論理ブロッ
ク・アドレスを記憶する論理ディレクトリ２０を有す
る。
方法を実施するシステム１０の例を示すブロック図であ
る。図示のように、システム１０には、データ処理シス
テム又はホスト・システム１２がある。ホスト・システ
ム１２は、アプリケーション・オペレーティング・シス
テム１４、ファイル・システム１６、及び、少なくとも
１つのＤＡＳＤにデータを記憶させるための直接アクセ
ス記憶装置（ＤＡＳＤ）用データ記憶管理機能１８を有
する。ＤＡＳＤ記憶管理機能１８は、関連するＤＡＳ
Ｄ、即ちＤＡＳＤ３６に格納されるデータの論理ブロッ
ク・アドレスを記憶する論理ディレクトリ２０を有す
る。
【０００９】ＤＡＳＤ３６上のデータにアクセスする場
合は、ＤＡＳＤに書込むときにデータを圧縮し、またＤ
ＡＳＤから読出すときに圧縮データを復元する記憶制御
装置２２を通してアクセスする。記憶制御装置２２は、
圧縮復元機能ブロック２４、データを記憶するデータ・
バッファ２６、アドレス変換を行う圧縮管理論理ブロッ
ク２８、及び記憶制御装置２２で作成されるＤＡＳＤデ
ィレクトリのキャッシュ・ディレクトリ・エレメントを
記憶するために用いられる物理ディレクトリ・キャッシ
ュ３０を有する。記憶制御装置２２は、ホスト・システ
ム１２からデータ・ページを受け取り、それを圧縮し圧
縮データ・ページを作成しセクタに保存する。この際、
ディレクトリの復元を起こさせる圧縮ヘッダをそれに追
加する。ＤＡＳＤのデータの物理的な場所が圧縮管理ロ
ジック２８により決められると、圧縮データが装置バス
・インターフェース３２を介してＤＡＳＤへ渡されるか
又はＤＡＳＤから受信される。
合は、ＤＡＳＤに書込むときにデータを圧縮し、またＤ
ＡＳＤから読出すときに圧縮データを復元する記憶制御
装置２２を通してアクセスする。記憶制御装置２２は、
圧縮復元機能ブロック２４、データを記憶するデータ・
バッファ２６、アドレス変換を行う圧縮管理論理ブロッ
ク２８、及び記憶制御装置２２で作成されるＤＡＳＤデ
ィレクトリのキャッシュ・ディレクトリ・エレメントを
記憶するために用いられる物理ディレクトリ・キャッシ
ュ３０を有する。記憶制御装置２２は、ホスト・システ
ム１２からデータ・ページを受け取り、それを圧縮し圧
縮データ・ページを作成しセクタに保存する。この際、
ディレクトリの復元を起こさせる圧縮ヘッダをそれに追
加する。ＤＡＳＤのデータの物理的な場所が圧縮管理ロ
ジック２８により決められると、圧縮データが装置バス
・インターフェース３２を介してＤＡＳＤへ渡されるか
又はＤＡＳＤから受信される。
【００１０】ＤＡＳＤ３６には、複数の可変長圧縮グル
ープ３８があり、各圧縮グループには関連のホスト・シ
ステム・データが保存される。各圧縮グループには、オ
リジナルの及び更新された圧縮データを記憶する圧縮デ
ータ領域４０、元の割当空間より大きい更新圧縮データ
を記憶する例外領域４２、及び圧縮データ・グループ内
のデータの場所を決めるディレクトリ・テーブル又はマ
イクロ・テーブル４４が有る。この圧縮データ領域４０
は多数のデータ領域５０からなる。本発明の特徴は、関
連するデータの空間関係が各圧縮グループ３８内で必要
な空間管理パラメータと共に保持されるようにＤＡＳＤ
３６上の圧縮データが構成されることである。この圧縮
データの構造は商用環境において一貫性のある性能を提
供し、その結果として、データ圧縮を使用することによ
る性能に対する影響を最小限に留めることとなる。
ープ３８があり、各圧縮グループには関連のホスト・シ
ステム・データが保存される。各圧縮グループには、オ
リジナルの及び更新された圧縮データを記憶する圧縮デ
ータ領域４０、元の割当空間より大きい更新圧縮データ
を記憶する例外領域４２、及び圧縮データ・グループ内
のデータの場所を決めるディレクトリ・テーブル又はマ
イクロ・テーブル４４が有る。この圧縮データ領域４０
は多数のデータ領域５０からなる。本発明の特徴は、関
連するデータの空間関係が各圧縮グループ３８内で必要
な空間管理パラメータと共に保持されるようにＤＡＳＤ
３６上の圧縮データが構成されることである。この圧縮
データの構造は商用環境において一貫性のある性能を提
供し、その結果として、データ圧縮を使用することによ
る性能に対する影響を最小限に留めることとなる。
【００１１】ここで図２を参照しながら、データ圧縮構
造の実施例を説明する。ＤＡＳＤでのデータは多数の有
限ブロック又は、圧縮グループ３８（ＣＧ０−ＣＧＮ）
に分割される。本発明の圧縮データ階層構造において各
圧縮グループ３８は、その内部に柔軟に割り当てられる
空間を有する統合単位として管理される。各圧縮グルー
プ３８内のデータは、ホスト・システム１２から見る
と、記憶されたデータの圧縮特性に依って物理サイズが
変化する固定アドレス範囲として表される。圧縮グルー
プ３８のサイズは特定のサイズに限定されていない。し
かしながら、そのサイズがホスト・システム１２が割り
当てたブロック・サイズの多くのものに等しいか、又は
それらより大きくなるように選ばれた場合にデータ記憶
効率が良くなる。その圧縮グループ・サイズは、システ
ム・ページ・サイズと比較して、大きくなるべきであ
る。圧縮グループ・サイズは一般にファイル・システム
記憶管理用の割当て及びアクセスのパターンに合うよう
に選ばれる。IBMAS/400 コンピュータシステム１２で
は、圧縮グループ・サイズは４キロバイトのシステム・
ページ・サイズを含む１メガバイトに選択されている。
圧縮グループ３８内ではデータは、システム・アドレス
指定モデルにより記述される順序で順次記憶される。各
システム・データ・ページは、個別にこのグループ内で
圧縮されその圧縮サイズに等しい物理的記憶領域に保存
される。圧縮グループ３８が、互いの間に関して何らか
の記憶領域関係を維持するような要求はない。
造の実施例を説明する。ＤＡＳＤでのデータは多数の有
限ブロック又は、圧縮グループ３８（ＣＧ０−ＣＧＮ）
に分割される。本発明の圧縮データ階層構造において各
圧縮グループ３８は、その内部に柔軟に割り当てられる
空間を有する統合単位として管理される。各圧縮グルー
プ３８内のデータは、ホスト・システム１２から見る
と、記憶されたデータの圧縮特性に依って物理サイズが
変化する固定アドレス範囲として表される。圧縮グルー
プ３８のサイズは特定のサイズに限定されていない。し
かしながら、そのサイズがホスト・システム１２が割り
当てたブロック・サイズの多くのものに等しいか、又は
それらより大きくなるように選ばれた場合にデータ記憶
効率が良くなる。その圧縮グループ・サイズは、システ
ム・ページ・サイズと比較して、大きくなるべきであ
る。圧縮グループ・サイズは一般にファイル・システム
記憶管理用の割当て及びアクセスのパターンに合うよう
に選ばれる。IBMAS/400 コンピュータシステム１２で
は、圧縮グループ・サイズは４キロバイトのシステム・
ページ・サイズを含む１メガバイトに選択されている。
圧縮グループ３８内ではデータは、システム・アドレス
指定モデルにより記述される順序で順次記憶される。各
システム・データ・ページは、個別にこのグループ内で
圧縮されその圧縮サイズに等しい物理的記憶領域に保存
される。圧縮グループ３８が、互いの間に関して何らか
の記憶領域関係を維持するような要求はない。
【００１２】各圧縮グループ３８は、可変数の圧縮領域
５０からなるため、物理サイズは変化する。図示のよう
に、各圧縮グループ３８は、物理的に整数個（ＣＲ０ー
ＣＲＭ）の圧縮領域５０からなる。圧縮領域５０は、デ
ィスク空間の管理に簡便な細分性(granularity)を付与
するために用いられる。セクタを含めどのような大きさ
でも使用できるが、ＤＡＳＤ36上の機能的に独立した最
少アドレス指定可能なデータ領域、ディスク形状に合う
圧縮領域５０のサイズを選ぶとすれば、例えば、トラッ
クサイズ又はその他の履行依存なサイズが有利である。
圧縮領域５０を使用すれば、それを効率的に履行するの
に役立つけれども、その使用は任意である。
５０からなるため、物理サイズは変化する。図示のよう
に、各圧縮グループ３８は、物理的に整数個（ＣＲ０ー
ＣＲＭ）の圧縮領域５０からなる。圧縮領域５０は、デ
ィスク空間の管理に簡便な細分性(granularity)を付与
するために用いられる。セクタを含めどのような大きさ
でも使用できるが、ＤＡＳＤ36上の機能的に独立した最
少アドレス指定可能なデータ領域、ディスク形状に合う
圧縮領域５０のサイズを選ぶとすれば、例えば、トラッ
クサイズ又はその他の履行依存なサイズが有利である。
圧縮領域５０を使用すれば、それを効率的に履行するの
に役立つけれども、その使用は任意である。
【００１３】図２において、例外管理領域(EXCP)には、
例外領域４２及びマイクロテーブル・ディレクトリ４４
が備わっている。EXCP領域は、現在割当てられている空
間に入りきれない圧縮ページ及びディレクトリデータの
ために圧縮グループ内に予め規定された空間である。こ
のEXCP領域は整数個の圧縮領域からなる。EXCP領域が有
ると、圧縮グループ３８内におけるデータの順次保存に
関しては好ましくない場合もあるが、例外領域４２が有
るので、更新データが元の記憶空間及び隣接するファイ
ル・データから遠く離れて記憶されないように保証され
る。多くの場合、小型コンピュータ・システム・インタ
ーフェース(SCSI)のSKIP READ及びSKIPWRITEコマンドを
使えば一つのオペレーションでその隣接するページと一
緒に例外領域記憶データが得られる。このSCSI SKIP RE
ADコマンド及びSKIP WRITEコマンドは、読取り又は書込
みを行うために選択されたセクタをセットすると共にそ
の他のセクタをスキップさせるため「０」にセットする
べくスキップ・マスクを利用する。こうすることができ
ない場合でも、EXCP領域が近接しているのでシークタイ
ムは長くはならない。各ブロック内のデータの位置を見
出すのに役立つディレクトリ情報は、各圧縮グループ３
８にデータと共に保持される。同様にディレクトリ情報
がその関連データと隣接しているため、そのディレクト
リにアクセスしなければならないとき、ＤＡＳＤのシー
クを最少にすることができる。実際には、ディレクトリ
情報も記憶制御装置２２にキャッシュされることによ
り、圧縮グループ・マイクロ・テーブル・ディレクトリ
４４のディレクトリ情報の更新時間を最小化できる。
例外領域４２及びマイクロテーブル・ディレクトリ４４
が備わっている。EXCP領域は、現在割当てられている空
間に入りきれない圧縮ページ及びディレクトリデータの
ために圧縮グループ内に予め規定された空間である。こ
のEXCP領域は整数個の圧縮領域からなる。EXCP領域が有
ると、圧縮グループ３８内におけるデータの順次保存に
関しては好ましくない場合もあるが、例外領域４２が有
るので、更新データが元の記憶空間及び隣接するファイ
ル・データから遠く離れて記憶されないように保証され
る。多くの場合、小型コンピュータ・システム・インタ
ーフェース(SCSI)のSKIP READ及びSKIPWRITEコマンドを
使えば一つのオペレーションでその隣接するページと一
緒に例外領域記憶データが得られる。このSCSI SKIP RE
ADコマンド及びSKIP WRITEコマンドは、読取り又は書込
みを行うために選択されたセクタをセットすると共にそ
の他のセクタをスキップさせるため「０」にセットする
べくスキップ・マスクを利用する。こうすることができ
ない場合でも、EXCP領域が近接しているのでシークタイ
ムは長くはならない。各ブロック内のデータの位置を見
出すのに役立つディレクトリ情報は、各圧縮グループ３
８にデータと共に保持される。同様にディレクトリ情報
がその関連データと隣接しているため、そのディレクト
リにアクセスしなければならないとき、ＤＡＳＤのシー
クを最少にすることができる。実際には、ディレクトリ
情報も記憶制御装置２２にキャッシュされることによ
り、圧縮グループ・マイクロ・テーブル・ディレクトリ
４４のディレクトリ情報の更新時間を最小化できる。
【００１４】各圧縮領域５０は、多数の圧縮テーブル５
２（ＣＰ１−ＣＰＪ）を含む。圧縮ページ５２のサイズ
はシステム・ページ・サイズと同じであれば有利であ
る。こうすれば、ＤＡＳＤサブシステム制御装置２２が
ホスト・システム１２にそのデータの一部だけが変更さ
れている場合に、圧縮ページ５２に対して、読取り、変
更、及び書込みのオペレーションを行う必要がなくな
る。圧縮領域５０は可変数の圧縮ページ５２を格納する
固定数の物理セクタ５４からなる。圧縮ページ５２の物
理サイズは、特定の圧縮比に依って１からｎの物理セク
タ５４（ＰＳ０〜ＰＳｉ）となる。圧縮ページ５２は、
圧縮グループ３８内で圧縮領域５０にまたがることもあ
り得る。
２（ＣＰ１−ＣＰＪ）を含む。圧縮ページ５２のサイズ
はシステム・ページ・サイズと同じであれば有利であ
る。こうすれば、ＤＡＳＤサブシステム制御装置２２が
ホスト・システム１２にそのデータの一部だけが変更さ
れている場合に、圧縮ページ５２に対して、読取り、変
更、及び書込みのオペレーションを行う必要がなくな
る。圧縮領域５０は可変数の圧縮ページ５２を格納する
固定数の物理セクタ５４からなる。圧縮ページ５２の物
理サイズは、特定の圧縮比に依って１からｎの物理セク
タ５４（ＰＳ０〜ＰＳｉ）となる。圧縮ページ５２は、
圧縮グループ３８内で圧縮領域５０にまたがることもあ
り得る。
【００１５】物理セクタ５４には圧縮データ５６及び制
御情報のための任意の物理セクタ・ヘッダ５８が含まれ
る。物理セクタ５４は、ディレクトリ情報を再構築する
ために用いられる制御情報として、本発明に従って配置
された圧縮データ５６及び物理セクタ・ヘッダ５８を含
む。先ずＤＡＳＤ３６が適切なセクタ・サイズへフォー
マットされることにより、初期にはセクタ内容が「０」
である圧縮ヘッダが用意される。
御情報のための任意の物理セクタ・ヘッダ５８が含まれ
る。物理セクタ５４は、ディレクトリ情報を再構築する
ために用いられる制御情報として、本発明に従って配置
された圧縮データ５６及び物理セクタ・ヘッダ５８を含
む。先ずＤＡＳＤ３６が適切なセクタ・サイズへフォー
マットされることにより、初期にはセクタ内容が「０」
である圧縮ヘッダが用意される。
【００１６】本発明の特徴は、マイクロ・テーブル４４
の各要素が、必要な全ての情報が、ＤＡＳＤ３６の機能
的に個別化できアドレス指定可能な最少データ領域であ
る一つのＤＡＳＤセクタ５４内に保持できるように実現
されることにある。本発明により個別化可能な単一セク
タのオペレーションが容易になる。ディレクトリ情報は
記憶制御装置メモリに汎用的にキャッシュされる。圧縮
を管理する記憶制御装置２２では、チェック・ポイント
及びシーケンス経過を介してＤＡＳＤへ書込む際におけ
る多重セクタ・オペレーションの複雑な連携を避けるこ
とが有利である。所与のキャッシュ・サイズでは、エン
トリ・サイズが小さければ小さいほど、キャッシュ効率
が大きくなる。
の各要素が、必要な全ての情報が、ＤＡＳＤ３６の機能
的に個別化できアドレス指定可能な最少データ領域であ
る一つのＤＡＳＤセクタ５４内に保持できるように実現
されることにある。本発明により個別化可能な単一セク
タのオペレーションが容易になる。ディレクトリ情報は
記憶制御装置メモリに汎用的にキャッシュされる。圧縮
を管理する記憶制御装置２２では、チェック・ポイント
及びシーケンス経過を介してＤＡＳＤへ書込む際におけ
る多重セクタ・オペレーションの複雑な連携を避けるこ
とが有利である。所与のキャッシュ・サイズでは、エン
トリ・サイズが小さければ小さいほど、キャッシュ効率
が大きくなる。
【００１７】本発明のもう一つの重要な特徴は、迅速に
ページ位置が決定されることである。いずれのディレク
トリもその主たる目的は探索される情報の位置を定める
ことである。この探索時間は短くなければならない。こ
のことは、最初に置かれた位置のままであるデータにつ
いても、また、その圧縮サイズの変更のために移動せざ
るを得なかったデータについても成り立たなければなら
ない。
ページ位置が決定されることである。いずれのディレク
トリもその主たる目的は探索される情報の位置を定める
ことである。この探索時間は短くなければならない。こ
のことは、最初に置かれた位置のままであるデータにつ
いても、また、その圧縮サイズの変更のために移動せざ
るを得なかったデータについても成り立たなければなら
ない。
【００１８】データの損失、又はデータの変形は防がな
くてはならない。ディレクトリ・レコード自体にそのエ
ントリの変形を検出する手段がなければならない。オペ
レーション中に性能解析及び同調可能でなければなら
ず、かつ共通のエラー状態から無事に回復できるための
十分なデータが保持されねばならない。
くてはならない。ディレクトリ・レコード自体にそのエ
ントリの変形を検出する手段がなければならない。オペ
レーション中に性能解析及び同調可能でなければなら
ず、かつ共通のエラー状態から無事に回復できるための
十分なデータが保持されねばならない。
【００１９】マイクロ・テーブル４４のフォーマットと
構造が図２に例示されている。図示されているように、
圧縮グループは、４Ｋバイトのシステム・ページを含む
１Ｍバイト及び５１２バイトのセクタ５４を有する。こ
れらのサイズは容易に変更でき、本発明の適用は維持さ
れ続けられると理解すべきである。同様に、このフォー
マットは図１及び図２に示された圧縮構造を想定してい
るが、本発明は他のデータ圧縮構造にも用いられる。
構造が図２に例示されている。図示されているように、
圧縮グループは、４Ｋバイトのシステム・ページを含む
１Ｍバイト及び５１２バイトのセクタ５４を有する。こ
れらのサイズは容易に変更でき、本発明の適用は維持さ
れ続けられると理解すべきである。同様に、このフォー
マットは図１及び図２に示された圧縮構造を想定してい
るが、本発明は他のデータ圧縮構造にも用いられる。
【００２０】図３においては、マイクロテーブル４４は
ページ・エントリ８０、例外領域エントリ８２、圧縮グ
ループ統計８４、及びチェック・フィールド８６からな
る。ページ・エントリ８０はページ毎にＡＡＡＡＬＬＬ
Ｌの１バイト・エントリからなる。ここでＡＡＡＡは、
セクタ数による「割当てられた」ページ長を表し、ＬＬ
ＬＬは、セクタ数による「使用されている」ページ長を
表す。ページは、データ領域５０に順次記憶される。ペ
ージ・エントリ８０は、圧縮グループ３８内の圧縮ペー
ジの始めの特定のアドレスを取り除き、圧縮ページ５２
の各々の相対的位置を互いに依存させることにより小型
化される。各ページの割当てられたＡＡＡＡ及び実際の
物理長ＬＬＬＬは保持されるので、圧縮グループ３８の
圧縮領域５０のデータ領域内で各セクタ５４は詳細に計
算される。実際には、全ての物理セクタが所与のページ
へ割当てられ、各ページは必要な場合のみに使われる。
ページ・エントリ８０、例外領域エントリ８２、圧縮グ
ループ統計８４、及びチェック・フィールド８６からな
る。ページ・エントリ８０はページ毎にＡＡＡＡＬＬＬ
Ｌの１バイト・エントリからなる。ここでＡＡＡＡは、
セクタ数による「割当てられた」ページ長を表し、ＬＬ
ＬＬは、セクタ数による「使用されている」ページ長を
表す。ページは、データ領域５０に順次記憶される。ペ
ージ・エントリ８０は、圧縮グループ３８内の圧縮ペー
ジの始めの特定のアドレスを取り除き、圧縮ページ５２
の各々の相対的位置を互いに依存させることにより小型
化される。各ページの割当てられたＡＡＡＡ及び実際の
物理長ＬＬＬＬは保持されるので、圧縮グループ３８の
圧縮領域５０のデータ領域内で各セクタ５４は詳細に計
算される。実際には、全ての物理セクタが所与のページ
へ割当てられ、各ページは必要な場合のみに使われる。
【００２１】例外領域エントリ８２は、圧縮グループ・
ページ・オフセット（ＧＰＯ）を表わすＩＩＩＩ ＩＩ
Ｉの１バイト・エントリからなる。このＧＰＯエントリ
は、例外領域４２に記憶されたセクタを有するページを
示す圧縮グループの開始に相当するページ・インデック
スである。例外領域においては、所与のページのセクタ
５４は順次記憶されなければならないが、隣接していな
くともよい。例外領域使用ビット・マップ・フィールド
は、いずれのセクタが例外ページに使われているかを示
す例外領域４２の各セクタ５４毎のビット・マップを定
める。
ページ・オフセット（ＧＰＯ）を表わすＩＩＩＩ ＩＩ
Ｉの１バイト・エントリからなる。このＧＰＯエントリ
は、例外領域４２に記憶されたセクタを有するページを
示す圧縮グループの開始に相当するページ・インデック
スである。例外領域においては、所与のページのセクタ
５４は順次記憶されなければならないが、隣接していな
くともよい。例外領域使用ビット・マップ・フィールド
は、いずれのセクタが例外ページに使われているかを示
す例外領域４２の各セクタ５４毎のビット・マップを定
める。
【００２２】合理的に速く非常に空間効率の良い例外領
域管理が、例外領域エントリ８２に依って実行される。
データを例外領域４２に置くとき、例外領域使用ビット
・マップはその領域で使用すべきセクタを見出す迅速な
機構を提供する。マップへのビット・オフセットを圧縮
グループ・ページ・インデックスＩＩＩ ＩＩＩを迅速
に更新するのに使用できる。例外領域４２からデータを
読取るときは圧縮グループ・ページ・インデックスであ
るＩＩＩＩ ＩＩＩＩはページのセクタの位置を探し出
す鍵となる。エントリを単純に走査すれば、最初のエン
トリからの例外領域セクタの相対オフセットが得られる
ことによりＳＫＩＰ ＲＥＡＤ オペレーションを例外
データの探索用に使用できる。例外領域４２の全てのセ
クタ５４は空間領域の断片化を考慮しなくとも効率的に
使える。
域管理が、例外領域エントリ８２に依って実行される。
データを例外領域４２に置くとき、例外領域使用ビット
・マップはその領域で使用すべきセクタを見出す迅速な
機構を提供する。マップへのビット・オフセットを圧縮
グループ・ページ・インデックスＩＩＩ ＩＩＩを迅速
に更新するのに使用できる。例外領域４２からデータを
読取るときは圧縮グループ・ページ・インデックスであ
るＩＩＩＩ ＩＩＩＩはページのセクタの位置を探し出
す鍵となる。エントリを単純に走査すれば、最初のエン
トリからの例外領域セクタの相対オフセットが得られる
ことによりＳＫＩＰ ＲＥＡＤ オペレーションを例外
データの探索用に使用できる。例外領域４２の全てのセ
クタ５４は空間領域の断片化を考慮しなくとも効率的に
使える。
【００２３】圧縮グループ統計８４及びチェック・フィ
ールド８６によって提供される情報は、データ保全性と
統計の調整に使用される。圧縮グループ統計８２は、性
能を調整しかつ背景圧縮グループ再構築オペレーション
をスケジューリングする際に圧縮管理論理２８により使
われるキー情報を提供する。
ールド８６によって提供される情報は、データ保全性と
統計の調整に使用される。圧縮グループ統計８２は、性
能を調整しかつ背景圧縮グループ再構築オペレーション
をスケジューリングする際に圧縮管理論理２８により使
われるキー情報を提供する。
【００２４】圧縮グループ統計８４は現在割当てられて
いる圧縮グループ・データ領域４０において全てのセク
タの数を与えるデータ領域ＡＡＡＡ計数を含む。データ
領域ＬＬＬＬ数は、現在使われている圧縮グループの全
てのセクタ数を与える。ホスト・ページ・アドレス０〜
２０は、この圧縮グループ３８のアドレス指定に使われ
る最上位又は上位２１個のアドレス・ビットを提供す
る。例外領域長使用数（ＥＲ Ｌ ＣＮＴ）は現在使用
されている例外領域４２のセクタ数を示している。ペー
ジ書込み数はこの圧縮グループに書込まれたページ数の
値を示している。圧縮グループ統計８４には予め決めら
れた制御フラグが含まれる。
いる圧縮グループ・データ領域４０において全てのセク
タの数を与えるデータ領域ＡＡＡＡ計数を含む。データ
領域ＬＬＬＬ数は、現在使われている圧縮グループの全
てのセクタ数を与える。ホスト・ページ・アドレス０〜
２０は、この圧縮グループ３８のアドレス指定に使われ
る最上位又は上位２１個のアドレス・ビットを提供す
る。例外領域長使用数（ＥＲ Ｌ ＣＮＴ）は現在使用
されている例外領域４２のセクタ数を示している。ペー
ジ書込み数はこの圧縮グループに書込まれたページ数の
値を示している。圧縮グループ統計８４には予め決めら
れた制御フラグが含まれる。
【００２５】チェック・フィールド８６を見るとこのマ
イクロ・テーブル４４内に含まれる全データのエラー・
チェックができる。チェック・フィールド８６がマイク
ロ・テーブルにある前に全エントリに亘り３２ビット・
ワード毎に縦に偶数パリティ・ビットとして計算され
る。チェック・フィールド８６はディレクトリ・フィー
ルド・エントリのエラー・チェックにも備えられてい
る。データの変形が検出されるのでこの誤った情報の使
用によって更に生ずる顧客データの損失を防ぐことがで
きる。予約／未使用フィールドは使わない。
イクロ・テーブル４４内に含まれる全データのエラー・
チェックができる。チェック・フィールド８６がマイク
ロ・テーブルにある前に全エントリに亘り３２ビット・
ワード毎に縦に偶数パリティ・ビットとして計算され
る。チェック・フィールド８６はディレクトリ・フィー
ルド・エントリのエラー・チェックにも備えられてい
る。データの変形が検出されるのでこの誤った情報の使
用によって更に生ずる顧客データの損失を防ぐことがで
きる。予約／未使用フィールドは使わない。
【００２６】図４には、本発明によるＤＡＳＤの圧縮デ
ータの書込み／読取り用マイクロ・テーブル４４を使用
した図１の記憶制御装置２２が実行する論理ステップを
例示した流れ図が示されている。本発明の特徴は、全ペ
ージ・エントリのページ送り用ＡＡＡＡフィールドを合
計することによりページの開始位置がわかることであ
る。書込み時には、記憶領域を分析するには現在のペー
ジのＡＡＡＡ及び／又は隣接ページのＡＡＡＡ又はＬＬ
ＬＬフィールドを調べる必要がある。ページの開始位置
を決める合計手法は直接インデックス・ディレクトリ程
は時間効率は良くないけれども、必要な記憶空間はそれ
に比べはるかに小さくてよく、性能もコード設計を巧く
行うか、又はカスタム・ハードウェア設計を巧く行うこ
とで改善できる。システム・ページの書込みに使える十
分な記憶領域が有るかどうかを決めるために必要なオペ
レーションは簡単で効率的となる。
ータの書込み／読取り用マイクロ・テーブル４４を使用
した図１の記憶制御装置２２が実行する論理ステップを
例示した流れ図が示されている。本発明の特徴は、全ペ
ージ・エントリのページ送り用ＡＡＡＡフィールドを合
計することによりページの開始位置がわかることであ
る。書込み時には、記憶領域を分析するには現在のペー
ジのＡＡＡＡ及び／又は隣接ページのＡＡＡＡ又はＬＬ
ＬＬフィールドを調べる必要がある。ページの開始位置
を決める合計手法は直接インデックス・ディレクトリ程
は時間効率は良くないけれども、必要な記憶空間はそれ
に比べはるかに小さくてよく、性能もコード設計を巧く
行うか、又はカスタム・ハードウェア設計を巧く行うこ
とで改善できる。システム・ページの書込みに使える十
分な記憶領域が有るかどうかを決めるために必要なオペ
レーションは簡単で効率的となる。
【００２７】図４には、マイクロ・テーブル４４がどの
ようにして要求データの位置を定めるか、また書込み／
読取りの全てのステップを参照しなくともよいかを例示
している。読取り／書込みのシーケンスは、ブロック３
００においてシステム・ページ・インデックスにより示
される特定の圧縮グループについてのコマンドを受け取
ると開始する。
ようにして要求データの位置を定めるか、また書込み／
読取りの全てのステップを参照しなくともよいかを例示
している。読取り／書込みのシーケンスは、ブロック３
００においてシステム・ページ・インデックスにより示
される特定の圧縮グループについてのコマンドを受け取
ると開始する。
【００２８】ブロック３０２において、先ず圧縮管理論
理２２が、マイクロ・テーブル４４が記憶制御装置２２
のキャッシュ３０に存在するか否かが決められる。もし
無ければ、ブロック３０４においてマイクロ・テーブル
４４がＤＡＳＤから読取られる。また存在するときは、
圧縮グループＬＢＡ、オペレーション及び各圧縮ページ
長、スキップ・マスク、データ拡散／集合リストが圧縮
管理ロジック２８を含むオペレーションが圧縮管理論理
２８へ入力される。次に、ブロック３０８においてマイ
クロ・テーブルが読取られ、状態フィールドが検査さ
れ、このオペレーションが処理される。更に、ブロック
３１０において、例外が存在するか否かが決められる。
例外がない場合は、ブロック３１２において圧縮管理論
理２８の出力には、ＤＡＳＤ ＬＢＡ，長さ、スキップ
・マスク、及びデータ拡散／収集リストが含まれる。例
外が存在する場合は、ブロック３１４において圧縮管理
論理２８の出力はＤＡＳＤ ＬＢＡ, 長さ、スキップ
・マスク、及びデータ拡散／収集リスト、例外スキップ
・マスク、例外データ拡散／収集リストを含む。１又は
複数のＤＡＳＤオペレーション指示がブロック３１６に
示されているように出される。その後ブロック３１８に
おいてこのシーケンシャル・オペレーションは戻る。
理２２が、マイクロ・テーブル４４が記憶制御装置２２
のキャッシュ３０に存在するか否かが決められる。もし
無ければ、ブロック３０４においてマイクロ・テーブル
４４がＤＡＳＤから読取られる。また存在するときは、
圧縮グループＬＢＡ、オペレーション及び各圧縮ページ
長、スキップ・マスク、データ拡散／集合リストが圧縮
管理ロジック２８を含むオペレーションが圧縮管理論理
２８へ入力される。次に、ブロック３０８においてマイ
クロ・テーブルが読取られ、状態フィールドが検査さ
れ、このオペレーションが処理される。更に、ブロック
３１０において、例外が存在するか否かが決められる。
例外がない場合は、ブロック３１２において圧縮管理論
理２８の出力には、ＤＡＳＤ ＬＢＡ，長さ、スキップ
・マスク、及びデータ拡散／収集リストが含まれる。例
外が存在する場合は、ブロック３１４において圧縮管理
論理２８の出力はＤＡＳＤ ＬＢＡ, 長さ、スキップ
・マスク、及びデータ拡散／収集リスト、例外スキップ
・マスク、例外データ拡散／収集リストを含む。１又は
複数のＤＡＳＤオペレーション指示がブロック３１６に
示されているように出される。その後ブロック３１８に
おいてこのシーケンシャル・オペレーションは戻る。
【００２９】図５には、図１の記憶制御装置２２で１ペ
ージ・オペレーション用マイクロ・テーブル４４を使っ
て実行される論理ステップを例示した流れ図が示されて
いる。図５では、ブロック４００における圧縮管理オペ
レーションにより単一ページ・オペレーションが始ま
る。キャッシュからマイクロ・テーブルを読取りなが
ら、次のフィールドの有効性検査が行われる。この検査
では、全てのＡＡＡＡフィールドを加え、データ領域の
ＡＡＡＡ数と比較する。全てのＬＬＬＬフィールドを加
え、データ領域のＬＬＬＬ数と比較する。全ての例外領
域使用ビットを加えＥＲ Ｌ ＣＮＴと比較する。チェ
ック・フィールドが正しいか調べる。そして、ブロック
４０２において、いずれかのチェックで間違いが発見さ
れればストップする。このステップは任意であり、サブ
システムの高度の信頼性を保証するためにある。
ージ・オペレーション用マイクロ・テーブル４４を使っ
て実行される論理ステップを例示した流れ図が示されて
いる。図５では、ブロック４００における圧縮管理オペ
レーションにより単一ページ・オペレーションが始ま
る。キャッシュからマイクロ・テーブルを読取りなが
ら、次のフィールドの有効性検査が行われる。この検査
では、全てのＡＡＡＡフィールドを加え、データ領域の
ＡＡＡＡ数と比較する。全てのＬＬＬＬフィールドを加
え、データ領域のＬＬＬＬ数と比較する。全ての例外領
域使用ビットを加えＥＲ Ｌ ＣＮＴと比較する。チェ
ック・フィールドが正しいか調べる。そして、ブロック
４０２において、いずれかのチェックで間違いが発見さ
れればストップする。このステップは任意であり、サブ
システムの高度の信頼性を保証するためにある。
【００３０】ブロック４０６において、書込みオペレー
ションか否かが決められる。データ領域５０内に新ペー
ジ用の書込み余地領域が在るか否かを確認するために要
求書込みページのページ・エントリＡＡＡＡＬＬＬＬ８
０が調べられる。ここで圧縮ページには判断ブロック４
０８に示されているように１〜９ブロックが必要とされ
る。もしなければ、ブロック４１０において図７へ移行
して一連のステップが行われる。次に、ページ・エント
リ８０の最初から始めて、このページの終わりまで全Ａ
ＡＡＡフィールドが加えられる。この合計値はこの圧縮
グループ３８の開始ＤＡＳＤ ＬＢＡに加えられる。こ
こがブロック４１２に示されているように書込み操作の
開始ＤＡＳＤ ＬＢＡである。次にこのページが以前に
例外領域４２に記憶されたことがあるか否かを調べる。
ここでブロック４１４に示されているように、ＡＡＡＡ
がＬＬＬＬより小さいならば記憶されたことがあること
になる。この場合は、ブロック４１６に示されているよ
うにこのページの圧縮グループ・ページ・オフセット・
エントリを取り除き、例外使用ビット・マップを調整す
る。
ションか否かが決められる。データ領域５０内に新ペー
ジ用の書込み余地領域が在るか否かを確認するために要
求書込みページのページ・エントリＡＡＡＡＬＬＬＬ８
０が調べられる。ここで圧縮ページには判断ブロック４
０８に示されているように１〜９ブロックが必要とされ
る。もしなければ、ブロック４１０において図７へ移行
して一連のステップが行われる。次に、ページ・エント
リ８０の最初から始めて、このページの終わりまで全Ａ
ＡＡＡフィールドが加えられる。この合計値はこの圧縮
グループ３８の開始ＤＡＳＤ ＬＢＡに加えられる。こ
こがブロック４１２に示されているように書込み操作の
開始ＤＡＳＤ ＬＢＡである。次にこのページが以前に
例外領域４２に記憶されたことがあるか否かを調べる。
ここでブロック４１４に示されているように、ＡＡＡＡ
がＬＬＬＬより小さいならば記憶されたことがあること
になる。この場合は、ブロック４１６に示されているよ
うにこのページの圧縮グループ・ページ・オフセット・
エントリを取り除き、例外使用ビット・マップを調整す
る。
【００３１】図５で、ＡＡＡＡ が ＬＬＬＬより大き
いか又は等しい場合は、ブロック４１８に示されている
ようにＤＡＳＤ書込みオペレーション用追加管理情報を
作成する。それから、ブロック４２０に示されているよ
うに新ページ長ＬＬＬＬ、ＬＬＬＬ数、ＡＡＡＡ数、Ｅ
Ｒ Ｌ 数、及びチェック・フィールドを新ページ用に更
新する。それから、マイクロ・テーブルはブロック４２
４に示されているようにキャッシュ３０に再記憶する。
ＤＡＳＤ書込みオペレーションが、ブロック４２４にお
いて出される。
いか又は等しい場合は、ブロック４１８に示されている
ようにＤＡＳＤ書込みオペレーション用追加管理情報を
作成する。それから、ブロック４２０に示されているよ
うに新ページ長ＬＬＬＬ、ＬＬＬＬ数、ＡＡＡＡ数、Ｅ
Ｒ Ｌ 数、及びチェック・フィールドを新ページ用に更
新する。それから、マイクロ・テーブルはブロック４２
４に示されているようにキャッシュ３０に再記憶する。
ＤＡＳＤ書込みオペレーションが、ブロック４２４にお
いて出される。
【００３２】図７において、図５のブロック４０８で使
用可能なデータ領域の余地が無い場合は、ブロック５０
０に示されているように、例外領域に余地が在るか否か
が決められる。無い場合は、ブロック５０２に示されて
いる様に、圧縮グループは再構築され，より多くの物理
記憶空間が割当てられる。オペレーションが終了し次
第、一連のオペレーションは図５のブロック４００に戻
る。これに対して例外領域に余地が有れば、このぺージ
は以前に例外領域に記憶されたことがあるか否かが決め
られる。ここで、ブロック５０４に示されているように
ＡＡＡＡ が ＬＬＬＬ より小さいならこのことは正し
い、即ち以前に例外領域に記憶されたことがあることに
なる。このページが以前に例外領域に記憶されたことが
あれば、このページの圧縮グループ・ページ・オフセッ
ト・エントリは取り除かれ例外使用ビット・マップはブ
ロック５０６に示されているように調整される。また、
このページが以前に例外領域に記憶されたことが無いな
らば、例外領域使用ビット・マップの最初の開始時に、
未使用セクタ用マップが走査される。最初に発見された
未使用ビットを反転させそのページ・インデックスを当
該例外領域ページ・インデックスＩＩＩＩ ＩＩＩＩに
書込む。これを圧縮ページにあるセクタの数だけ繰返す
（１〜９回）。ブロック５１０においてＳＫＩＰ ＭＡ
Ｐを作成する。それからブロック５０８に示されている
ようにＤＡＳＤ書込みオペレーション用追加制御情報を
作成する。次に、ブロック５１２において、新ページ長
ＬＬＬＬ, ＬＬＬＬ数、ＡＡＡＡ数、ＥＲ Ｌ数及びチ
ェック・フィールドを含めページ・エントリ８０を更新
する。それから、マイクロ・テーブルはブロック５１４
において記憶制御装置２２のキャッシュ３０に再記憶さ
れる。ブロック５１６においてＤＡＳＤスキップ書込み
オペレーションが出される。
用可能なデータ領域の余地が無い場合は、ブロック５０
０に示されているように、例外領域に余地が在るか否か
が決められる。無い場合は、ブロック５０２に示されて
いる様に、圧縮グループは再構築され，より多くの物理
記憶空間が割当てられる。オペレーションが終了し次
第、一連のオペレーションは図５のブロック４００に戻
る。これに対して例外領域に余地が有れば、このぺージ
は以前に例外領域に記憶されたことがあるか否かが決め
られる。ここで、ブロック５０４に示されているように
ＡＡＡＡ が ＬＬＬＬ より小さいならこのことは正し
い、即ち以前に例外領域に記憶されたことがあることに
なる。このページが以前に例外領域に記憶されたことが
あれば、このページの圧縮グループ・ページ・オフセッ
ト・エントリは取り除かれ例外使用ビット・マップはブ
ロック５０６に示されているように調整される。また、
このページが以前に例外領域に記憶されたことが無いな
らば、例外領域使用ビット・マップの最初の開始時に、
未使用セクタ用マップが走査される。最初に発見された
未使用ビットを反転させそのページ・インデックスを当
該例外領域ページ・インデックスＩＩＩＩ ＩＩＩＩに
書込む。これを圧縮ページにあるセクタの数だけ繰返す
（１〜９回）。ブロック５１０においてＳＫＩＰ ＭＡ
Ｐを作成する。それからブロック５０８に示されている
ようにＤＡＳＤ書込みオペレーション用追加制御情報を
作成する。次に、ブロック５１２において、新ページ長
ＬＬＬＬ, ＬＬＬＬ数、ＡＡＡＡ数、ＥＲ Ｌ数及びチ
ェック・フィールドを含めページ・エントリ８０を更新
する。それから、マイクロ・テーブルはブロック５１４
において記憶制御装置２２のキャッシュ３０に再記憶さ
れる。ブロック５１６においてＤＡＳＤスキップ書込み
オペレーションが出される。
【００３３】図８では、読取りオペレーションがブロッ
ク４０４で識別された場合、ブロック６００で示された
ようにデータがデータ領域に存在するか、又は例外領域
に存在するかが決められる。データがデータ領域に存在
すると決められた場合は、ページ・エントリの始めから
開始してこのページの終わりまで、全てのＡＡＡＡフィ
ールドは加算される。この合計値はこの圧縮グループ３
８のＤＡＳＤ ＬＢＡの最初に加えられる。これがブロ
ック６０２に示されているように読取りオペレーション
の開始ＤＡＳＤ ＬＢＡである。次に、圧縮ページ長が
ブロック６０４に示されているように要求ページのＬＬ
ＬＬエントリから得られる。ブロック６０６に示されて
いるように、ＤＡＳＤ読取りオペレーションの追加制御
情報が作成される。そして、ＤＡＳＤ読取りオペレーシ
ョンが出される。
ク４０４で識別された場合、ブロック６００で示された
ようにデータがデータ領域に存在するか、又は例外領域
に存在するかが決められる。データがデータ領域に存在
すると決められた場合は、ページ・エントリの始めから
開始してこのページの終わりまで、全てのＡＡＡＡフィ
ールドは加算される。この合計値はこの圧縮グループ３
８のＤＡＳＤ ＬＢＡの最初に加えられる。これがブロ
ック６０２に示されているように読取りオペレーション
の開始ＤＡＳＤ ＬＢＡである。次に、圧縮ページ長が
ブロック６０４に示されているように要求ページのＬＬ
ＬＬエントリから得られる。ブロック６０６に示されて
いるように、ＤＡＳＤ読取りオペレーションの追加制御
情報が作成される。そして、ＤＡＳＤ読取りオペレーシ
ョンが出される。
【００３４】ブロック６００でデータが例外領域にある
と決定された場合は、例外領域ページ・インデックスの
最初から始めて、要求ページ・インデックスのエントリ
が走査されセクタが見つかる毎にスキップ・マスクが作
成される。探索されたセクタの合計数はこのページのＬ
ＬＬＬフィールドに等しい。このＤＡＳＤ ＬＢＡは、
ブロック６１０に示されているように例外領域開始ＬＢ
Ａに最初のインデックス・ヒットが見出される迄に走査
されたエントリの数を加えたものに等しい。そして、ブ
ロック６１２に示されている様にＤＡＳＤ スキップ読
取りオペレーションが出される。
と決定された場合は、例外領域ページ・インデックスの
最初から始めて、要求ページ・インデックスのエントリ
が走査されセクタが見つかる毎にスキップ・マスクが作
成される。探索されたセクタの合計数はこのページのＬ
ＬＬＬフィールドに等しい。このＤＡＳＤ ＬＢＡは、
ブロック６１０に示されているように例外領域開始ＬＢ
Ａに最初のインデックス・ヒットが見出される迄に走査
されたエントリの数を加えたものに等しい。そして、ブ
ロック６１２に示されている様にＤＡＳＤ スキップ読
取りオペレーションが出される。
【００３５】さて図９には、図１の記憶制御装置２２の
圧縮管理論理２８が本発明のＤＡＳＤ３６圧縮データの
背景記憶領域管理を行うマイクロ・テーブルを使用して
実行する論理ステップの流れ図が例示してある。一連の
ステップはブロック７００から始まる。ブロック７０２
において背景記憶領域管理機能がいつ必要であるかを決
めるために統計が使用される。先ず、ブロック７０４に
おいて、多くの例外が発生しているかどうかが、マイク
ロ・テーブル例外領域長使用数（ＥＲ＿Ｌ＿ＣＮＴ）を
セクタ数で表した例外領域のサイズ（ＥＲ＿ＳＩＺＥ）
に１００を乗じた値で割り、この結果を所定のしきい値
（ＥＲ＿ＵＳＡＧＥ＿ＳＨＲＥＳＯＬＤ）と比較して決
められる。偽である場合は、多くの例外が発生していな
いことを示しているので、次の比較を行い物理圧縮記憶
領域、又は背景スイープ・オペレーションを行い圧縮領
域ブロック７０６を開放できるか否かを決める。ブロッ
ク７０４で、その結果が所定のしきい値（ＥＲ＿ＵＳＡ
ＧＥ＿ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ）より大きい場合は、ブロッ
ク７０８に示されているように背景記憶空間管理が行わ
れる。
圧縮管理論理２８が本発明のＤＡＳＤ３６圧縮データの
背景記憶領域管理を行うマイクロ・テーブルを使用して
実行する論理ステップの流れ図が例示してある。一連の
ステップはブロック７００から始まる。ブロック７０２
において背景記憶領域管理機能がいつ必要であるかを決
めるために統計が使用される。先ず、ブロック７０４に
おいて、多くの例外が発生しているかどうかが、マイク
ロ・テーブル例外領域長使用数（ＥＲ＿Ｌ＿ＣＮＴ）を
セクタ数で表した例外領域のサイズ（ＥＲ＿ＳＩＺＥ）
に１００を乗じた値で割り、この結果を所定のしきい値
（ＥＲ＿ＵＳＡＧＥ＿ＳＨＲＥＳＯＬＤ）と比較して決
められる。偽である場合は、多くの例外が発生していな
いことを示しているので、次の比較を行い物理圧縮記憶
領域、又は背景スイープ・オペレーションを行い圧縮領
域ブロック７０６を開放できるか否かを決める。ブロッ
ク７０４で、その結果が所定のしきい値（ＥＲ＿ＵＳＡ
ＧＥ＿ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ）より大きい場合は、ブロッ
ク７０８に示されているように背景記憶空間管理が行わ
れる。
【００３６】ブロック７０６において記憶制御装置に
は、データ領域ＡＡＡＡ数（ＤＡ＿Ａ＿ＣＮＴ）、 デ
ータ領域ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿ＬＬ＿ＣＮＴ）、一つの圧
縮グループに含まれる合計ページ数（＃ＨＯＳＴ＿ＰＡ
ＧＥＳ＿ ＰＥＲ ＣＧ）、マイクロ・テーブルからのペ
ージ書込み数、第１のしきい値（ＲＥＴＵＲＮ＿ＳＰＡ
ＣＥ＿ＭＡＲＧＩＮ）、及び第２のしきい値（ＰＡＧＥ
＿ＳＰＡＣＥ＿ＭＡＲＧＩＮ）を含めて入力される。こ
れらのしきい値は、サブシステム設計者が設定する予め
決められる値である。ブロック７０６では、｛（ＤＡ＿
Ａ＿ＣＮＴ−ＤＡ＿ Ｌ＿ＣＮＴ）／（＃ＨＯＳＴ＿Ｐ
ＡＧＥＳ＿ＰＥＲ ＣＧ−ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿
ＣＯＵＮＴ）＞（ＤＡ＿Ｌ＿ＣＮＴ/ＰＡＧＥ＿ＷＲＩ
ＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）＋ＲＥＴＵＲＮ ＳＰＡＣＥ＿
ＭＡＲＧＩＮ｝ＡＮＤ（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿Ｃ
ＯＵＮＴ＞ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ＿Ｔ
ＨＲＥＳＨＯＬＤ）が判断される。これが真ならばブロ
ック７０８で背景記憶空間管理が行われる。
は、データ領域ＡＡＡＡ数（ＤＡ＿Ａ＿ＣＮＴ）、 デ
ータ領域ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿ＬＬ＿ＣＮＴ）、一つの圧
縮グループに含まれる合計ページ数（＃ＨＯＳＴ＿ＰＡ
ＧＥＳ＿ ＰＥＲ ＣＧ）、マイクロ・テーブルからのペ
ージ書込み数、第１のしきい値（ＲＥＴＵＲＮ＿ＳＰＡ
ＣＥ＿ＭＡＲＧＩＮ）、及び第２のしきい値（ＰＡＧＥ
＿ＳＰＡＣＥ＿ＭＡＲＧＩＮ）を含めて入力される。こ
れらのしきい値は、サブシステム設計者が設定する予め
決められる値である。ブロック７０６では、｛（ＤＡ＿
Ａ＿ＣＮＴ−ＤＡ＿ Ｌ＿ＣＮＴ）／（＃ＨＯＳＴ＿Ｐ
ＡＧＥＳ＿ＰＥＲ ＣＧ−ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿
ＣＯＵＮＴ）＞（ＤＡ＿Ｌ＿ＣＮＴ/ＰＡＧＥ＿ＷＲＩ
ＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）＋ＲＥＴＵＲＮ ＳＰＡＣＥ＿
ＭＡＲＧＩＮ｝ＡＮＤ（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿Ｃ
ＯＵＮＴ＞ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ＿Ｔ
ＨＲＥＳＨＯＬＤ）が判断される。これが真ならばブロ
ック７０８で背景記憶空間管理が行われる。
【００３７】ブロック７０６で結果が偽の場合は、ブロ
ック７１０で次の比較処理が行われ、物理圧縮記憶空間
又は圧縮領域を最少にする必要のある候補を探し出す。
背景スイープ・オペレーションを行い圧縮グループを再
配置し例外領域データを取り除く。ブロック７１０で
は、データ長ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿Ｌ＿ＣＮＴ）をデータ
領域ＡＡＡＡ数（ＤＡ＿Ａ＿ＣＮＴ）から引算し、その
結果を圧縮グループに含まれる合計ページ数から書込み
ページ数を引いた値（＃ＨＯＳＴ＿ＰＡＧＥＳ＿ＰＥＲ
＿ＣＧ−ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）で割
算して最初の結果を得る。データ長ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿
Ｌ＿ＣＮＴ）をページ書込み数（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴ
ＥＮ＿ＣＮＴ）で割算する。この結果をしきい値（ＡＣ
ＱＵＩＲＥ＿ＳＰＡＣＥ−ＭＡＲＧＩＮ）から引算す
る。この結果を前記第１の結果と比較する。ページ書込
み数（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）をしき
い値（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＮＴ＿ＴＨＲＥＳ
ＨＯＬＤ）と比較する。この結果もまた真でなければな
らない。これらのしきい値はサブシステムの設計者が設
定する予め決められる値である。もしこの結果がブロッ
ク７１０で真であれば、これは物理記憶空間は例外を最
少化する必要があることを示しており、故に背景記憶空
間はブロック７０８で管理される。真でない場合は、ブ
ロック７１２で示されているように何もする必要はな
い。
ック７１０で次の比較処理が行われ、物理圧縮記憶空間
又は圧縮領域を最少にする必要のある候補を探し出す。
背景スイープ・オペレーションを行い圧縮グループを再
配置し例外領域データを取り除く。ブロック７１０で
は、データ長ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿Ｌ＿ＣＮＴ）をデータ
領域ＡＡＡＡ数（ＤＡ＿Ａ＿ＣＮＴ）から引算し、その
結果を圧縮グループに含まれる合計ページ数から書込み
ページ数を引いた値（＃ＨＯＳＴ＿ＰＡＧＥＳ＿ＰＥＲ
＿ＣＧ−ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）で割
算して最初の結果を得る。データ長ＬＬＬＬ数（ＤＡ＿
Ｌ＿ＣＮＴ）をページ書込み数（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴ
ＥＮ＿ＣＮＴ）で割算する。この結果をしきい値（ＡＣ
ＱＵＩＲＥ＿ＳＰＡＣＥ−ＭＡＲＧＩＮ）から引算す
る。この結果を前記第１の結果と比較する。ページ書込
み数（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＯＵＮＴ）をしき
い値（ＰＡＧＥ＿ＷＲＩＴＴＥＮ＿ＣＮＴ＿ＴＨＲＥＳ
ＨＯＬＤ）と比較する。この結果もまた真でなければな
らない。これらのしきい値はサブシステムの設計者が設
定する予め決められる値である。もしこの結果がブロッ
ク７１０で真であれば、これは物理記憶空間は例外を最
少化する必要があることを示しており、故に背景記憶空
間はブロック７０８で管理される。真でない場合は、ブ
ロック７１２で示されているように何もする必要はな
い。
【００３８】本発明に関し図の実施例の詳細について記
述して来たが、これらを詳述した意図は追記クレームに
記載している本発明の範囲を限定するものではない。
述して来たが、これらを詳述した意図は追記クレームに
記載している本発明の範囲を限定するものではない。
【００３９】まとめとして、本発明の構成に関し以下の
事項を開示する。
事項を開示する。
【００４０】（１）データを記憶するためのアドレス指
定可能なセクタを具備する直接アクセス記憶装置上の圧
縮データに関するディレクトリ情報を保持するべくシス
テム・データと共に組込まれたディレクトリ・レコード
であって、割当てられたページ長値を識別しかつ該割当
てられたページ中の使用されているセクタ数値を識別す
るページ・エントリ手段を含む複数のページ・エントリ
と、ページ・インデックスを識別する例外領域エントリ
手段及び使用された例外セクタを識別するビット・マッ
プ手段を含む複数の例外領域エントリと、割当てられた
セクタの合計値を識別する手段、前記使用されているセ
クタの合計値を識別する手段、及び書込まれたページの
合計値を識別する手段を含む複数の圧縮グループ統計と
を有するディレクトリ・レコード。 （２）前記ページ・エントリ手段が前記割当てられたペ
ージの各々について１バイト・エントリを含み、該１バ
イト・エントリが前記割当てられたページ長値と前記使
用されているセクタ数値とを含む上記（１）に記載のデ
ィレクトリ・レコード。 （３）前記ページ・インデックスを識別する前記例外領
域エントリ手段が該ページ・インデックスの各々につい
て１バイト・エントリを含む上記（１）に記載のディレ
クトリ・レコード。 （４）前記圧縮グループ統計が前記使用されているセク
タの合計値を識別する手段を例外領域内において含む上
記（１）に記載のディレクトリ・レコード。 （５）前記圧縮グループ統計が複数の制御フラグを識別
する手段を含む上記（１）に記載のディレクトリ・レコ
ード。 （６）前記圧縮グループ統計が圧縮グループ・ベース・
アドレスを識別しかつ検証する手段を含む上記（１）に
記載のディレクトリ・レコード。 （７）前記ディレクトリ・レコードの各エントリのエラ
ー・チェックを行うチェック・フィールド手段含む上記
（１）に記載のディレクトリ・レコード。 （８）直接アクセス記憶装置上の圧縮データに関するデ
ィレクトリ情報を保持する方法であって、前記直接アク
セス記憶装置からの前記圧縮データの読取り又は該直接
アクセス記憶装置への該圧縮データの書込みを行う要求
を受信するステップと、所定のディレクトリ情報を識別
しかつ前記要求されたデータのページの有効性に関して
該所定のディレクトリ情報を検査するステップと、前記
要求されたデータ・ページまでの各ディレクトリ・ペー
ジ・エントリに対して割当てられたページ長を識別する
ステップと、オフセットを与えるために前記割当てられ
たページ長を合計するステップと、開始する論理ブロッ
ク・アドレスを識別するステップと、前記要求に対し開
始する論理ブロック・アドレスを与えるために前記識別
された論理ブロック・アドレスと前記オフセットとを合
計するステップとを含むディレクトリ情報の保持方法。 （９）所定のディレクトリ情報を識別しかつ前記要求さ
れたデータのページの有効性に関して該所定のディレク
トリ情報を検査するステップが、各ディレクトリ・ペー
ジ・エントリに対する前記割当てられたページ長を合計
しかつその結果をディレクトリ・データ領域数と比較す
るステップと、ディレクトリ・チェック・フィールド値
を用いてエラー・チェックを行うステップとを含む上記
（８）に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１０）ディレクトリに割当てられたページ長値とディ
レクトリの使用されているセクタ数値とを比較するステ
ップと、識別されたディレクトリの使用されているセク
タ数値が、識別されたディレクトリに割当てられたペー
ジ長値よりも大きいことに応答して例外領域データ・ペ
ージを識別するステップとを含む上記（８）に記載のデ
ィレクトリ情報の保持方法。 （１１）前記例外領域データ・ページを識別するステッ
プに応答して、前記要求されたデータ・ページに関する
前記識別されたオフセットのエントリを取除くステップ
と、例外使用ビット・マップを調整するステップとを含
む上記（１０）に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１２）前記要求されたデータ・ページに対するディレ
クトリ・エントリを更新するステップを含む上記（８）
に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１３）前記ディレクトリ情報が、前記割当てられたペ
ージ長及び使用されているセクタ数値を格納するページ
・エントリを含み、かつ前記ディレクトリ・エントリを
更新するステップが、前記割当てられたページ長を更新
し、前記使用されているセクタ数値を更新し、そしてチ
ェック・フィールド・ディレクトリ値を更新するステッ
プを含む上記（１２）に記載のディレクトリ情報の保持
方法。 （１４）前記直接アクセス記憶装置からデータ及びディ
レクトリ情報を読取るスキップ読取りコマンドを発生す
るステップを含む上記（８）に記載のディレクトリ情報
の保持方法。 （１５）前記直接アクセス記憶装置へデータ及びディレ
クトリ情報を書込むスキップ書込みコマンドを発生する
ステップを含む上記（８）に記載のディレクトリ情報の
保持方法。 （１６）例外領域におけるセクタを示すビット・マップ
を設けるステップを含む上記（８）に記載のディレクト
リ情報の保持方法。 （１７）前記直接アクセス記憶装置上の前記ビット・マ
ップへデータ及びディレクトリ情報を書込むスキップ書
込みコマンドを発生するステップを含む上記（１６）に
記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１８）前記直接アクセス記憶装置上の前記ビット・マ
ップからデータ及びディレクトリ情報を読取るスキップ
読取りコマンドを発生するステップを含む上記（１６）
に記載のディレクトリ情報の保持方法。
定可能なセクタを具備する直接アクセス記憶装置上の圧
縮データに関するディレクトリ情報を保持するべくシス
テム・データと共に組込まれたディレクトリ・レコード
であって、割当てられたページ長値を識別しかつ該割当
てられたページ中の使用されているセクタ数値を識別す
るページ・エントリ手段を含む複数のページ・エントリ
と、ページ・インデックスを識別する例外領域エントリ
手段及び使用された例外セクタを識別するビット・マッ
プ手段を含む複数の例外領域エントリと、割当てられた
セクタの合計値を識別する手段、前記使用されているセ
クタの合計値を識別する手段、及び書込まれたページの
合計値を識別する手段を含む複数の圧縮グループ統計と
を有するディレクトリ・レコード。 （２）前記ページ・エントリ手段が前記割当てられたペ
ージの各々について１バイト・エントリを含み、該１バ
イト・エントリが前記割当てられたページ長値と前記使
用されているセクタ数値とを含む上記（１）に記載のデ
ィレクトリ・レコード。 （３）前記ページ・インデックスを識別する前記例外領
域エントリ手段が該ページ・インデックスの各々につい
て１バイト・エントリを含む上記（１）に記載のディレ
クトリ・レコード。 （４）前記圧縮グループ統計が前記使用されているセク
タの合計値を識別する手段を例外領域内において含む上
記（１）に記載のディレクトリ・レコード。 （５）前記圧縮グループ統計が複数の制御フラグを識別
する手段を含む上記（１）に記載のディレクトリ・レコ
ード。 （６）前記圧縮グループ統計が圧縮グループ・ベース・
アドレスを識別しかつ検証する手段を含む上記（１）に
記載のディレクトリ・レコード。 （７）前記ディレクトリ・レコードの各エントリのエラ
ー・チェックを行うチェック・フィールド手段含む上記
（１）に記載のディレクトリ・レコード。 （８）直接アクセス記憶装置上の圧縮データに関するデ
ィレクトリ情報を保持する方法であって、前記直接アク
セス記憶装置からの前記圧縮データの読取り又は該直接
アクセス記憶装置への該圧縮データの書込みを行う要求
を受信するステップと、所定のディレクトリ情報を識別
しかつ前記要求されたデータのページの有効性に関して
該所定のディレクトリ情報を検査するステップと、前記
要求されたデータ・ページまでの各ディレクトリ・ペー
ジ・エントリに対して割当てられたページ長を識別する
ステップと、オフセットを与えるために前記割当てられ
たページ長を合計するステップと、開始する論理ブロッ
ク・アドレスを識別するステップと、前記要求に対し開
始する論理ブロック・アドレスを与えるために前記識別
された論理ブロック・アドレスと前記オフセットとを合
計するステップとを含むディレクトリ情報の保持方法。 （９）所定のディレクトリ情報を識別しかつ前記要求さ
れたデータのページの有効性に関して該所定のディレク
トリ情報を検査するステップが、各ディレクトリ・ペー
ジ・エントリに対する前記割当てられたページ長を合計
しかつその結果をディレクトリ・データ領域数と比較す
るステップと、ディレクトリ・チェック・フィールド値
を用いてエラー・チェックを行うステップとを含む上記
（８）に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１０）ディレクトリに割当てられたページ長値とディ
レクトリの使用されているセクタ数値とを比較するステ
ップと、識別されたディレクトリの使用されているセク
タ数値が、識別されたディレクトリに割当てられたペー
ジ長値よりも大きいことに応答して例外領域データ・ペ
ージを識別するステップとを含む上記（８）に記載のデ
ィレクトリ情報の保持方法。 （１１）前記例外領域データ・ページを識別するステッ
プに応答して、前記要求されたデータ・ページに関する
前記識別されたオフセットのエントリを取除くステップ
と、例外使用ビット・マップを調整するステップとを含
む上記（１０）に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１２）前記要求されたデータ・ページに対するディレ
クトリ・エントリを更新するステップを含む上記（８）
に記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１３）前記ディレクトリ情報が、前記割当てられたペ
ージ長及び使用されているセクタ数値を格納するページ
・エントリを含み、かつ前記ディレクトリ・エントリを
更新するステップが、前記割当てられたページ長を更新
し、前記使用されているセクタ数値を更新し、そしてチ
ェック・フィールド・ディレクトリ値を更新するステッ
プを含む上記（１２）に記載のディレクトリ情報の保持
方法。 （１４）前記直接アクセス記憶装置からデータ及びディ
レクトリ情報を読取るスキップ読取りコマンドを発生す
るステップを含む上記（８）に記載のディレクトリ情報
の保持方法。 （１５）前記直接アクセス記憶装置へデータ及びディレ
クトリ情報を書込むスキップ書込みコマンドを発生する
ステップを含む上記（８）に記載のディレクトリ情報の
保持方法。 （１６）例外領域におけるセクタを示すビット・マップ
を設けるステップを含む上記（８）に記載のディレクト
リ情報の保持方法。 （１７）前記直接アクセス記憶装置上の前記ビット・マ
ップへデータ及びディレクトリ情報を書込むスキップ書
込みコマンドを発生するステップを含む上記（１６）に
記載のディレクトリ情報の保持方法。 （１８）前記直接アクセス記憶装置上の前記ビット・マ
ップからデータ及びディレクトリ情報を読取るスキップ
読取りコマンドを発生するステップを含む上記（１６）
に記載のディレクトリ情報の保持方法。
【図１】本発明の直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）と
データ圧縮構造を統合化した記憶制御装置の例示したブ
ロック図である。
データ圧縮構造を統合化した記憶制御装置の例示したブ
ロック図である。
【図２】本発明のデータ圧縮構造の実施例を示したブロ
ック図である。
ック図である。
【図３】本発明の図１に示したＤＡＳＤ圧縮システム用
圧縮グループの一例のマイクロ・テーブル・ディレクト
リのブロック図である。
圧縮グループの一例のマイクロ・テーブル・ディレクト
リのブロック図である。
【図４】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
【図５】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
【図６】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
【図７】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
【図８】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
【図９】本発明の図１のＤＡＳＤ圧縮システム圧縮グル
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
ープのマイクロ・テーブル・ディレクトリの一例のブロ
ック図である。
１２ ホスト・システム １４ アプリケーション・オペレーティング・システム １６ ファイル・システム １８ データ記憶管理装置 ２０ 論理ディレクトリ ２２ 記憶制御装置 ２４ 圧縮復元ブロック ２６ データ・バッファ ２８ 圧縮管理論理ブロック ３０ 物理ディレクトリ・キャッシュ ３６ 直接アクセス記憶装置 ３８ 物理ディレクトリ・キャッシュ ４０ 圧縮データ領域 ４２ 例外領域 ４４ マイクロ・テーブル ８０ ページ・エントリ ８２ 例外領域エントリ ８４ 圧縮グループ統計 ８６ チェック・フィールド
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジョン・ダグラス・スティーブンス アメリカ合衆国55902、ミネソタ州、ロチ ェスター、サーティーンス・アベニュー・ サウス・ウエスト 3737 (72)発明者 ジーン・スティーブン・ヴァン・グリンス バン アメリカ合衆国55906、ミネソタ州、ロチ ェスター、バック・ヒル・コート・ノー ス・イースト 5975 (72)発明者 ブルース・マーシャル・ウォーク アメリカ合衆国55901、ミネソタ州、ロチ ェスター、シクスティセブンス・ストリー ト・ノース・ウエスト 1965
Claims (18)
- 【請求項１】データを記憶するためのアドレス指定可能
なセクタを具備する直接アクセス記憶装置上の圧縮デー
タに関するディレクトリ情報を保持するべくシステム・
データと共に組込まれたディレクトリ・レコードであっ
て、 割当てられたページ長値を識別しかつ該割当てられたペ
ージ中の使用されているセクタ数値を識別するページ・
エントリ手段を含む複数のページ・エントリと、 ページ・インデックスを識別する例外領域エントリ手段
及び使用された例外セクタを識別するビット・マップ手
段を含む複数の例外領域エントリと、 割当てられたセクタの合計値を識別する手段、前記使用
されているセクタの合計値を識別する手段、及び書込ま
れたページの合計値を識別する手段を含む複数の圧縮グ
ループ統計とを有するディレクトリ・レコード。 - 【請求項２】前記ページ・エントリ手段が前記割当てら
れたページの各々について１バイト・エントリを含み、
該１バイト・エントリが前記割当てられたページ長値と
前記使用されているセクタ数値とを含む請求項１に記載
のディレクトリ・レコード。 - 【請求項３】前記ページ・インデックスを識別する前記
例外領域エントリ手段が該ページ・インデックスの各々
について１バイト・エントリを含む請求項１に記載のデ
ィレクトリ・レコード。 - 【請求項４】前記圧縮グループ統計が前記使用されてい
るセクタの合計値を識別する手段を例外領域内において
含む請求項１に記載のディレクトリ・レコード。 - 【請求項５】前記圧縮グループ統計が複数の制御フラグ
を識別する手段を含む請求項１に記載のディレクトリ・
レコード。 - 【請求項６】前記圧縮グループ統計が圧縮グループ・ベ
ース・アドレスを識別しかつ検証する手段を含む請求項
１に記載のディレクトリ・レコード。 - 【請求項７】前記ディレクトリ・レコードの各エントリ
のエラー・チェックを行うチェック・フィールド手段含
む請求項１に記載のディレクトリ・レコード。 - 【請求項８】直接アクセス記憶装置上の圧縮データに関
するディレクトリ情報を保持する方法であって、 前記直接アクセス記憶装置からの前記圧縮データの読取
り又は該直接アクセス記憶装置への該圧縮データの書込
みを行う要求を受信するステップと、 所定のディレクトリ情報を識別しかつ前記要求されたデ
ータのページの有効性に関して該所定のディレクトリ情
報を検査するステップと、 前記要求されたデータ・ページまでの各ディレクトリ・
ページ・エントリに対して割当てられたページ長を識別
するステップと、 オフセットを与えるために前記割当てられたページ長を
合計するステップと、 開始する論理ブロック・アドレスを識別するステップ
と、 前記要求に対し開始する論理ブロック・アドレスを与え
るために前記識別された論理ブロック・アドレスと前記
オフセットとを合計するステップとを含むディレクトリ
情報の保持方法。 - 【請求項９】所定のディレクトリ情報を識別しかつ前記
要求されたデータのページの有効性に関して該所定のデ
ィレクトリ情報を検査するステップが、 各ディレクトリ・ページ・エントリに対する前記割当て
られたページ長を合計しかつその結果をディレクトリ・
データ領域数と比較するステップと、 ディレクトリ・チェック・フィールド値を用いてエラー
・チェックを行うステップとを含む請求項８に記載のデ
ィレクトリ情報の保持方法。 - 【請求項１０】ディレクトリに割当てられたページ長値
とディレクトリの使用されているセクタ数値とを比較す
るステップと、 識別されたディレクトリの使用されているセクタ数値
が、識別されたディレクトリに割当てられたページ長値
よりも大きいことに応答して例外領域データ・ページを
識別するステップとを含む請求項８に記載のディレクト
リ情報の保持方法。 - 【請求項１１】前記例外領域データ・ページを識別する
ステップに応答して、 前記要求されたデータ・ページに関する前記識別された
オフセットのエントリを取除くステップと、 例外使用ビット・マップを調整するステップとを含む請
求項１０に記載のディレクトリ情報の保持方法。 - 【請求項１２】前記要求されたデータ・ページに対する
ディレクトリ・エントリを更新するステップを含む請求
項８に記載のディレクトリ情報の保持方法。 - 【請求項１３】前記ディレクトリ情報が、前記割当てら
れたページ長及び使用されているセクタ数値を格納する
ページ・エントリを含み、かつ前記ディレクトリ・エン
トリを更新するステップが、前記割当てられたページ長
を更新し、前記使用されているセクタ数値を更新し、そ
してチェック・フィールド・ディレクトリ値を更新する
ステップを含む請求項１２に記載のディレクトリ情報の
保持方法。 - 【請求項１４】前記直接アクセス記憶装置からデータ及
びディレクトリ情報を読取るスキップ読取りコマンドを
発生するステップを含む請求項８に記載のディレクトリ
情報の保持方法。 - 【請求項１５】前記直接アクセス記憶装置へデータ及び
ディレクトリ情報を書込むスキップ書込みコマンドを発
生するステップを含む請求項８に記載のディレクトリ情
報の保持方法。 - 【請求項１６】例外領域におけるセクタを示すビット・
マップを設けるステップを含む請求項８に記載のディレ
クトリ情報の保持方法。 - 【請求項１７】前記直接アクセス記憶装置上の前記ビッ
ト・マップへデータ及びディレクトリ情報を書込むスキ
ップ書込みコマンドを発生するステップを含む請求項１
６に記載のディレクトリ情報の保持方法。 - 【請求項１８】前記直接アクセス記憶装置上の前記ビッ
ト・マップからデータ及びディレクトリ情報を読取るス
キップ読取りコマンドを発生するステップを含む請求項
１６に記載のディレクトリ情報の保持方法。
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|---|---|---|---|
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