JPS5810253A - デ−タ処理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 、７） ２７′本発明は磁気ディスク等の多量のデータを格納し
うるメモリから空レコードを抽出し、空レコードに所望
のデータ葡格納するデータ処理装置に関するものである
。

従来磁気ディスク等のファイルメモリ音用いたデータ処
理装置では、ファイルメモリ内のデータ処理を行なう場
合、指定された領域のデータ全てを読み込み、処理すべ
き必要なデータ部を抽出。

加工し、再びファイルメモリ等に書込み會する方式か、
もしくはあらかじめ使用レコードと、未使用（空）レコ
ード全テーブルメモリ上で管理し、前記テーブルメモリ
上の情報全参照してデータ処理全行う方式とがある。し
かし前述した第１の従来方式では指定された領域内の使
用レコード／未使用しコードヶ一括して読み書きする為
、磁気デイスク等のファイルメモリ上に未使用レコード
が多敵に存：１′Ｊ：する場合には処理時間及び一時記
ｍするバッファメモリの効率（著しく低下はせる。１だ
第２の従来方式では前す己ファイルメモリ上の使用レコ
ード／未使用レコード全管理するテーブルメモＩＪ　７
．貝４Ａｉする必要があるとともに、常にデータ処理全
行う場合にテーブルメモリケ参照しなけれにガら々い等
の繁雑な作業が必扱である。

本発明は従来のデータ処理装置Ｍがかかる欠点を有する
ことに鑑み提案されるものであり、その主要な目的は書
込みを簡単Ｋかつ上位装置の負担なく丈行できるデータ
処理装置ｄ全袂案する所にある。

また、本づ１）明の他の目的は処理効率が向上したデー
タ処理装置を提案する所にある。

以下に本発明の一実施ｆ！／ｕ會図面を参照して説明す
る。第１図は本発明の代表曲な一夾施倒會示すブロック
図で、１は磁気ディスク等のファイルメモリ、２はファ
イルメモリ１のリード２／ライトデータ及びクロック等
ケ制御するリード／ライトインタフェイス、３はファイ
ルメモリｌのアドレス制御及びリード、／ライトのモー
ド指定を行うファイルメモリ制御部、４けリード／ライ
トインタフェイス２からのリードデータ出力音バッファ
メモリ５への転送音許容し又は禁止する為のＡＮＤゲー
トである。６はリード／ライ、トインタフェイス２から
のり−ドｆ−夕が有効データか無効データか全比較する
比較器である。７は無効データをセットアツプするラッ
チ、８Ｆｉ比較器６の出カケ保持しかつルコードの読出
しが終了するごとに制御部１０によりリセットされるフ
リップフロップである。９はリード／ライトインタフェ
イス２からのバイト出力ｔカウントし、レコードアドレ
スとしてカウントする機＃Ｈ及び無効レコード全検出し
た時前記フリップフロップ８の出力によりラッチする機
能を有するアドレスメモリである。１０け前述したロジ
ックの制御及び図示會省略した上位装置からパスライン
ｌｌｋ介して転送されてくる命令・データ等の制御を行
う制御部である。

第２図はファイルメモリ１内のデータ構成を表わすもの
で、各レコードの先頭データであるＭＡＫは以下に続く
データが有効か無効かを表わすフラッグ部、ＤＡＴＡは
データケ保持するデータ部、Ｒ，、Ｒ２，島、は各レコ
ードの単位ケ示すものである。

第３図はファイルメモリ内のレコード配列を表わす−９
０”７１’斜線箇所ＲＡ−ＩζＥは空レコード全表わす
。

以上のように構成される実施例の動作會第４図　５　− のフローチャートヶ参照しながら詳細に説明する。

本発明に係るデータ処理装置は、ファイルメモリ１内ケ
サーチし、その時見つかった空レコードのアドレスケア
ドレスメモリ９に格納し保持する。

この空レコードのサーチ作業は、一般的には電源投入直
後に行なわれる事が多いが、ファイルメモリ１内のレコ
ードを抹消する作業が多く発せられるアプリケーション
では、アドレスメモリ９が空になった後に行なってもよ
い。

空レコードアドレスを捜す方法は次のように行う。すな
わち、Ｗｒｉｔ御部ｌＯは空レコードフラッグ會ラッテ
７にランチした後、ファイルメモリ１のフラッグ部（第
２図のＭＡＲ）のサーチをリード／ライトインタフェイ
ス２及びファイルメモリ制御部３に指示する。そして、
読み出される全てのフラッグ部（各レコードの先頭デー
タ全７ラツグ　６　− とする）全比較器６にて、先にラッチ７に蓄えられてい
る空レコードの７ラツグコードと比較する。

比較の結果、読み出はれたレコードが空であれば、比較
器６から出力が出て、フリップフロップ８ケセツトする
。アドレスメモリ９けリード／ライトインタフェイス２
からのタイミング出力をレコードアドレスとしてカウン
トしており、フリップフロップ８がセットされた場合ｔ
よ、そのセット出力によりその時のカウント数（す々わ
ち空レコードのアドレス）會ラッチする。一方、フリッ
プフロップ８がセットされ々い場合は、アドレスメモリ
９はその壕まカウントアップケ続行する。

なお、上述の如く、ノリツブフロップ８はｌレコードの
読出しが終了する毎に制御部１０からのリセット信号に
よりリセットされる。

次に、ファイルメモリ１ヘデータｋ”４き込む場合の動
作について説明する。

プロセッサ等の上位装置よりファイルメモリ１に対し書
込み指令が発せられると、制御部１０は、その指令が新
規登録かどうかの判別を行う（第４図の２１）。もし、
その指令が新規登録ではないときは、一般に行われてい
る書込み動作をファイルメモリ１に対して実行しく第４
図の２２）、その動作を完了する。一方、前述の指令が
新規登録であった場合、上位装置ｖｔよリファイルメモ
リ１に書き込与たいデータはバッファメモリ５に一時格
納され、制御用（１０の指示によって、アドレスメモリ
９に格納式れている空レコードアドレスが調査される（
第１１図の２３）。ここで空レコードが発見できれば、
リード／ライトインタフェイス２及びファイルメモリ制
御部３によシ、ファイルメモリ１への書込み動作が順次
行われる（第４図の２４）。

すなわち、第３図の”Ｒ）、’（アドレスＴｔ−８ｔ）
より順次＠ＲＢ”（アドレスＴｓ、Ｓｓ）、−Ｒｃ”と
アドレスをファイルメモリ１に指示するとともに書込み
動作？行う。この書込み動作は、上位装置からの書込み
データが無くなるか（第４図の２５）、アドレスメモリ
９に格納されている空レコードアドレスが無くなるまで
続行される。

空レコードアドレスがアドレスメモリ９内に無くなると
、制御部１０はファイルメモリｌ内の空レコードのサー
チヶリード／ライトインタフェイス２及びファイルメモ
リ制御部３に指令し、空レコードアドレスの再格納會ア
ドレスメモリ９へ行う。この時空レコードが見つかれば
、再び前述の書込み動作ヶ実施するが、もし見つからな
いときは、以降の書込みは不可能であるから、制御部ｌ
Ｏはその旨を上位装置に知らせる事で（第４図の２８）
、＝　９− データの書込み動作を終了する（第４図の２９）。

これらの書込みにより窄レコード中に新データが新デー
タのフラッグと一１本に書き込−ｆ　ｒＬるため、フラ
ッグの交換も同時に実行される。

なお、上述したファイルメモリｌば、レコード単位ある
いは複数レコード會ｌセクタとしてｌセクタ単位にリー
ド／ライト葡行うことのできる記憶装置であればよく、
この控の記憶装置には、磁気ディスク、フロッピーディ
スク、イ砿気ドラム。

あるいは磁気テープなどが含１れるものである。

本発明は以上に計２明したように構成されかつ動作する
ため、上位装置は新規登録のために空レコードをサーチ
し、登録作業？する必要がない。上位装置は単に登録し
たいデータをバッファに転送し、その後の処理紮データ
処理装置にまかせれば、データの書込みが実行できる訳
けである。このた　１０− め本発明ｄ複＜イＣノγプログラム全不要なものとしか
つ」二位装置の有効利用及び処」！１１効率の向上を図
ることを可能にするものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の＋ｔｇ成會示すブロック図
、第２図に一フ′ｆイルメモリ内のナータの構成葡示す
図、第３図はファイルメモリ内のレコード配列ケ示す図
、第４図は動作原理全説明゛ｒるためのフローチャート
である。 ここで、ＭＡＫ−・・フラッグ部、１ｔＡ　ＩＲＢ　＃
　１１０　ｚＲＤ、ＲＥ・・・空レコードである。 特許出願人　キャノン株式会社 −ｉｉ　　− ２７８−−

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. データを格納する第１のメモリと、データ’ｋ　＝時的
   に格納する第２のメモリと、前記第１のメモリ出力によ
   υ第１のメモリのレコード中の特定のレコードを検出す
   る検出手段と、前記特定のレコードのアドレス全格納す
   る第３のメモリを具備し、該第３のメモリの内容に従い
   、前記第１のメモリへ前記ｖ４２のメモリのデータ全書
   込むこと？！−％徴とするデータ処理装置。