JPS58222360A - フアイル管理方式 - Google Patents
フアイル管理方式Info
- Publication number
- JPS58222360A JPS58222360A JP57105412A JP10541282A JPS58222360A JP S58222360 A JPS58222360 A JP S58222360A JP 57105412 A JP57105412 A JP 57105412A JP 10541282 A JP10541282 A JP 10541282A JP S58222360 A JPS58222360 A JP S58222360A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- file
- area
- files
- directory
- label
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9024—Graphs; Linked lists
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は電子計算機システムにおけるファイル管理方式
に関する。
に関する。
従来のファイル管理システムは、第１図に示すように、
補助配憶領域を大きく、ファイルを格納する領域ＩＢと
、管理部ＩＡとに分け、ＩＢ内に作成されるファイルは
、管理部ＩＡにおいて一括管理されていた。このような
ファイル管理システムでは、ユーザ毎のファイルをかた
まりとして管理する機構がないため、ユーザが一連の処
理で扱う複数のファイルは、第２図で示されるように、
必ずしも、補助記憶上の近い位置に配置されるとは限ら
なかった。又、ライブラリのように、一つのファイルの
中に、多数のプログラム等を格納したい、というユーザ
に対しては、一つのファイルの中を、さらに、細分化し
て管理する機構として、第３図のような区分編成ファイ
ルを用意していた。
補助配憶領域を大きく、ファイルを格納する領域ＩＢと
、管理部ＩＡとに分け、ＩＢ内に作成されるファイルは
、管理部ＩＡにおいて一括管理されていた。このような
ファイル管理システムでは、ユーザ毎のファイルをかた
まりとして管理する機構がないため、ユーザが一連の処
理で扱う複数のファイルは、第２図で示されるように、
必ずしも、補助記憶上の近い位置に配置されるとは限ら
なかった。又、ライブラリのように、一つのファイルの
中に、多数のプログラム等を格納したい、というユーザ
に対しては、一つのファイルの中を、さらに、細分化し
て管理する機構として、第３図のような区分編成ファイ
ルを用意していた。
そのため、特別な編成法、アクセス法を用意しなければ
ならないこと、区分編成ファイル内のメンバの玉リアは
一担、削除されたメンバのエリアは再使用不可であるこ
と等、の問題があった。
ならないこと、区分編成ファイル内のメンバの玉リアは
一担、削除されたメンバのエリアは再使用不可であるこ
と等、の問題があった。
本発明の目的は、関連の深い複数のファイルを補助記憶
装置上で物理的に近餌位置に配置することを可能とする
こと、区外編成ファイルを特別な編成法としてでなく実
現すること、さらに、区分編成ファイルにおいて削除さ
れたメンバのエリアラ角使用可能とするファイル管理方
式を提供するにある。
装置上で物理的に近餌位置に配置することを可能とする
こと、区外編成ファイルを特別な編成法としてでなく実
現すること、さらに、区分編成ファイルにおいて削除さ
れたメンバのエリアラ角使用可能とするファイル管理方
式を提供するにある。
本発明の要点を第４図を用いて説明する。４Ａは補助記
憶領域を示す。補助記憶領域は管理部４Ｂ、及び実際に
ファイルを作成するエリア４Ｃからなり、管理部４Ｂに
は、ファイル割り当てエリア４Ｃ内に作成さ五たファイ
ル４Ｆ、４Ｇ等のラベルを格納するエリア４Ｄと、ファ
イル割り当てエリア使用状況を管理する情報４Ｅを配置
する。
憶領域を示す。補助記憶領域は管理部４Ｂ、及び実際に
ファイルを作成するエリア４Ｃからなり、管理部４Ｂに
は、ファイル割り当てエリア４Ｃ内に作成さ五たファイ
ル４Ｆ、４Ｇ等のラベルを格納するエリア４Ｄと、ファ
イル割り当てエリア使用状況を管理する情報４Ｅを配置
する。
さらに、ファイル４Ｆｔ−４Ａと同一の構造で構成する
。４Ｊはファイル割り当てエリア、４Ｈは４Ｊ内に作成
されたファイルのラベルを格納するエリア、４Ｉはファ
イル割り当てエリアの使用状況を管理する情報である。
。４Ｊはファイル割り当てエリア、４Ｈは４Ｊ内に作成
されたファイルのラベルを格納するエリア、４Ｉはファ
イル割り当てエリアの使用状況を管理する情報である。
そして、ファイル４Ｆ内にファイル４に、４Ｊ等を作成
する場合には、フ・ ′１、 アイル割り当てエリアの使用状況の管理情報を参照し、
未使用エリアを割り当てる、４Ａ内にファイル４Ｆを作
成する場合と同一手順で処理を行なう。
する場合には、フ・ ′１、 アイル割り当てエリアの使用状況の管理情報を参照し、
未使用エリアを割り当てる、４Ａ内にファイル４Ｆを作
成する場合と同一手順で処理を行なう。
以上述べたように、一つのファイル内にさらにファイル
を作成可能にすることによって、第５図で示されるよう
に関連のあるファイル５Ａ、５Ｂ等を補助記憶上の近い
位置に配置することが可能となり、４Ｆのように複数フ
ァイルをまとめて管理するファイルを区分編成ファイル
として使用することができる。そして、４Ａとファイル
４Ｆとを同一の構造とすることによって、４Ａとファイ
ル４Ｆに対する操作は同一となり、特別に新しい処理、
及び編成法を追加することなく、区分編成ファイルを実
現できる。
を作成可能にすることによって、第５図で示されるよう
に関連のあるファイル５Ａ、５Ｂ等を補助記憶上の近い
位置に配置することが可能となり、４Ｆのように複数フ
ァイルをまとめて管理するファイルを区分編成ファイル
として使用することができる。そして、４Ａとファイル
４Ｆとを同一の構造とすることによって、４Ａとファイ
ル４Ｆに対する操作は同一となり、特別に新しい処理、
及び編成法を追加することなく、区分編成ファイルを実
現できる。
又、ファイル４Ｆの管理部に、ファイル作成エリア４Ｊ
の使用状況を管理する情報を持つことにより、ファイル
４に、４Ｌ等を削除した場合でも、そのエリアは再使用
可となり、削除されたメンバのエリアの再使用が可能な
区分編成ファイルを実、オ６．ヵ、。ｔ＼。
の使用状況を管理する情報を持つことにより、ファイル
４に、４Ｌ等を削除した場合でも、そのエリアは再使用
可となり、削除されたメンバのエリアの再使用が可能な
区分編成ファイルを実、オ６．ヵ、。ｔ＼。
以下、本発明を実施例を参照して詳細に説明する。
第６図に補助記憶上のファイルの配置を示す。
６Ａは補助記憶領域を示し、マスタディレクトリと呼ぶ
。マスタディレクトリ６Ａは、マスタディレクトリ内に
作成されるファイルの諸属性を管理する管理部６Ｂと、
実際にファイルが格納されるマスタディレクトリエリア
６Ｃからなる。さらに、管理部６Ｂは、マスタティレフ
トリエリア６Ｃ内に作成されたファイル６Ｄ、６Ｅ等の
ラベル６Ｆ。
。マスタディレクトリ６Ａは、マスタディレクトリ内に
作成されるファイルの諸属性を管理する管理部６Ｂと、
実際にファイルが格納されるマスタディレクトリエリア
６Ｃからなる。さらに、管理部６Ｂは、マスタティレフ
トリエリア６Ｃ内に作成されたファイル６Ｄ、６Ｅ等の
ラベル６Ｆ。
６Ｇ’ｔ−格納するラベルエリア６Ｈ，及び、マスタデ
ィレクトリエリア６Ｃの使用状況を管理する情報６Ｉと
からなり、６■はビットマツプにより構成される。又、
マスタディレクトリの補助記憶上の位置、大きさ、その
他諸属性等はラベル６Ｌに格納される。次にファイル６
Ｄについて説明する。
ィレクトリエリア６Ｃの使用状況を管理する情報６Ｉと
からなり、６■はビットマツプにより構成される。又、
マスタディレクトリの補助記憶上の位置、大きさ、その
他諸属性等はラベル６Ｌに格納される。次にファイル６
Ｄについて説明する。
ファイル６Ｄは、マスタディレクトリ６Ａと同一の構造
を持ち、ファイル６Ｄの内部には、ファイル６Ｊ、６に
等を作成することができる。このように、マスタブイレ
フ） ＩＪと相似構造を持ち、内部にファイルを作成で
きるファイルをユーザディレクトリと呼ぶ。６Ｅも又、
ユーザディレクトリである。ユーザディレクトリ６Ｄは
、マスタディレクトリと同様、管理部６Ｍ、及び、ファ
イルを格納するユーザディレクトリエリア６Ｎから構成
式れ、６０はユーザディレクトリ内に作成されるファイ
ルのラベルを格納するエリア、６Ｐは、ユーザディレク
トリエリア６Ｎの使用状況を管理するビットマツプであ
る。
を持ち、ファイル６Ｄの内部には、ファイル６Ｊ、６に
等を作成することができる。このように、マスタブイレ
フ） ＩＪと相似構造を持ち、内部にファイルを作成で
きるファイルをユーザディレクトリと呼ぶ。６Ｅも又、
ユーザディレクトリである。ユーザディレクトリ６Ｄは
、マスタディレクトリと同様、管理部６Ｍ、及び、ファ
イルを格納するユーザディレクトリエリア６Ｎから構成
式れ、６０はユーザディレクトリ内に作成されるファイ
ルのラベルを格納するエリア、６Ｐは、ユーザディレク
トリエリア６Ｎの使用状況を管理するビットマツプであ
る。
第７図に、本実施例におけるファイルの補助記憶上のア
ドレスを管理する様子を示す。第７図において、実線７
Ａは、補助記憶上に付けられた物理アドレスであり、マ
スタディレクトリは、物理アドレス上で、（ａ−ａ＋ｉ
）、（ｂ−ｂ＋ｊ）。
ドレスを管理する様子を示す。第７図において、実線７
Ａは、補助記憶上に付けられた物理アドレスであり、マ
スタディレクトリは、物理アドレス上で、（ａ−ａ＋ｉ
）、（ｂ−ｂ＋ｊ）。
（ｃ 、 ｃ 十ｋ ）の三つのエクステントから構成
される。ここでエクステントとは、物理的に連続した領
域を示す。そして、マスタディレクトリは、合計（ｉ
＋ｊ＋ｌｃ ）の大きさを持ち、それに−貫してアドレ
ス付けしたものを、マスタディレクトリ内相対論理アド
レスと呼び、実線７Ｂで表わす。
される。ここでエクステントとは、物理的に連続した領
域を示す。そして、マスタディレクトリは、合計（ｉ
＋ｊ＋ｌｃ ）の大きさを持ち、それに−貫してアドレ
ス付けしたものを、マスタディレクトリ内相対論理アド
レスと呼び、実線７Ｂで表わす。
次に、マスタディレクトリ内に作成されたユーザディレ
クトリについて説明する。ユーザディレクトリは、マス
タディレクトリ内相対論理アドレス７Ｂ上で、（ｄ−ｃ
ｉ＋ｇ、（ｅ、ｅ−１−ｍ）。
クトリについて説明する。ユーザディレクトリは、マス
タディレクトリ内相対論理アドレス７Ｂ上で、（ｄ−ｃ
ｉ＋ｇ、（ｅ、ｅ−１−ｍ）。
（ｆ、ｆ−１−ｎ）の三つのエクステントより構成され
る。ユーザブイレフ） ＩＪは論理的には、ユーザディ
レクトリ内相対アドレス７Ｃで示される。ユーザディレ
クトリ内に作成されたファイルについても同様であり、
ファイル内部は、実線７Ｄのように、相対論理アドレス
でアドレス付けされる。
る。ユーザブイレフ） ＩＪは論理的には、ユーザディ
レクトリ内相対アドレス７Ｃで示される。ユーザディレ
クトリ内に作成されたファイルについても同様であり、
ファイル内部は、実線７Ｄのように、相対論理アドレス
でアドレス付けされる。
以上、述べたように、全てのファイルは、複数のエクス
テントより構成され、これらファイルのエクステント情
報は、親ディレクトリ内の相対論理アドレスで、ファイ
ルのラベルに記憶される。こと こて、親ディレクトリは、ユーザディレクトリにへ 作成されたファイルの場合は、ユーザディレクトリ、マ
スタディレクトリ内に作成されたユーザディレクトリの
場合は、マスタディレクトリを表わ“ ’
ｌ”””：ＩＩ 第８図は一ラベルに、ファ”イルのアドレス情報を格納
する様子を示す。８Ａはマスタディレクトリ、８Ｂはユ
ーザディレクトリ、８Ｃはユーザディレクトリ内に作成
されたファイルを示し、ファイル８ＣＨ四つのエクステ
ントより構成される。
テントより構成され、これらファイルのエクステント情
報は、親ディレクトリ内の相対論理アドレスで、ファイ
ルのラベルに記憶される。こと こて、親ディレクトリは、ユーザディレクトリにへ 作成されたファイルの場合は、ユーザディレクトリ、マ
スタディレクトリ内に作成されたユーザディレクトリの
場合は、マスタディレクトリを表わ“ ’
ｌ”””：ＩＩ 第８図は一ラベルに、ファ”イルのアドレス情報を格納
する様子を示す。８Ａはマスタディレクトリ、８Ｂはユ
ーザディレクトリ、８Ｃはユーザディレクトリ内に作成
されたファイルを示し、ファイル８ＣＨ四つのエクステ
ントより構成される。
実ｉ８Ｅは、ユーザディレクトリ内相対論理アドレスを
示し、ファイル８Ｃのエクステントは、ユーザディレク
トリ内相対論理アドレスで、（ａ〜ａ−１−ｂ ）ｌ
（Ｃ、ｃ−１−ｄ）、 （ｅ 、ｅ−１−ｆ）。
示し、ファイル８Ｃのエクステントは、ユーザディレク
トリ内相対論理アドレスで、（ａ〜ａ−１−ｂ ）ｌ
（Ｃ、ｃ−１−ｄ）、 （ｅ 、ｅ−１−ｆ）。
（ｇ−ｇ＋ｈ）である場合に、ファイル８ｃのラベル８
Ｄ内のエクステント情報は、第８図のようにセットされ
る。ラベル８Ｄで、ＥｘＴＡＤ１〜４Ｆｉ、親ディレク
トリ内相対論理アドレスで表わされた各エクステントの
先頭アドレスを、ＥｘＴＳＺＩ°〜４は、各エクステン
トのサイズを示す。
Ｄ内のエクステント情報は、第８図のようにセットされ
る。ラベル８Ｄで、ＥｘＴＡＤ１〜４Ｆｉ、親ディレク
トリ内相対論理アドレスで表わされた各エクステントの
先頭アドレスを、ＥｘＴＳＺＩ°〜４は、各エクステン
トのサイズを示す。
又、ユーザディレクトリ８Ｂのエクステント情報につい
ても同様であり、ユーザブイレフ） １７８ Ｂのラベ
ル８Ｆに、マスタディレクトリ内相対アドレスで格納さ
れる。以上、説明したように、ユーザディレクトリ、及
び、マスタディレクトリのラベルエリアには、そ：：ｈ
ぞれ、ユーザブイレフ） ＩＪ内内相子アドレスマスタ
ディレクトリ内相対アドレスのみを含む。この結果、ユ
ーザディレクトリを補助記憶上で移動する場合、又は、
ユーザディレクトリのコピーを行なう場合に、ユーザデ
ィレクトリ内に作成されたファイルのアドレス情報全更
新することなく、ユーザディレクトリ以外のファイルと
同様に処理を行なうことができる。
ても同様であり、ユーザブイレフ） １７８ Ｂのラベ
ル８Ｆに、マスタディレクトリ内相対アドレスで格納さ
れる。以上、説明したように、ユーザディレクトリ、及
び、マスタディレクトリのラベルエリアには、そ：：ｈ
ぞれ、ユーザブイレフ） ＩＪ内内相子アドレスマスタ
ディレクトリ内相対アドレスのみを含む。この結果、ユ
ーザディレクトリを補助記憶上で移動する場合、又は、
ユーザディレクトリのコピーを行なう場合に、ユーザデ
ィレクトリ内に作成されたファイルのアドレス情報全更
新することなく、ユーザディレクトリ以外のファイルと
同様に処理を行なうことができる。
第９図に、親ディレクトリ内にファイルのエリアを割り
当てる様子を示す。第９図、上段はディレクトリの論理
的な構成図を表わしており、９Ｂは領域を割り当てるフ
ァイルの親ディレクトリ、９Ｄはディレクトリエリアを
管理するビットマツプを示す。下段は、親ディレクトＩ
７９ Ｂが、物理的に四つのエクステント９Ｉ、９Ｊ、
９に、９Ｌより構成されている様子を示す。９Ａは補助
記憶領域を示す。中段の９Ｄはディレクトリエリア９Ｎ
の使用状況を管理するビットマツプを示し、ビットマツ
プは、ディレクトリのエクステントに対応して、９Ｅ、
９Ｆ、９．Ｇ、９Ｈのように分割される。そして、実際
にディレクトリ９Ｂ内にファイル領域を割り当てる場合
には、ビットマツプ９Ｄにおいて、ディレクトリ；９Ｂ
の各エクステントに対応した部分９Ｅ、９Ｆ、９Ｇ、９
Ｈ単位で、要求されたサイズの未使用エリアがあるか否
かをサーチし、ファイル領域を割り当てる。第１０図に
、ファイル領域を割り当てる処理のフローを示す。以上
、説明したように、ファイルエリアの割り当てエリアは
、親ディレクトリのエクステント単位でサーチされるた
め、・１９回のファイルエリアの割り当てにおいて割り
当てられたエリアは、第９図において９Ｍで示されるよ
うに、親ディレクトリの複数エクステント間をまたがず
、物理的に連続した領域であることが保障され、ファイ
ルデータに対する高速なアクセスが可能となる。
当てる様子を示す。第９図、上段はディレクトリの論理
的な構成図を表わしており、９Ｂは領域を割り当てるフ
ァイルの親ディレクトリ、９Ｄはディレクトリエリアを
管理するビットマツプを示す。下段は、親ディレクトＩ
７９ Ｂが、物理的に四つのエクステント９Ｉ、９Ｊ、
９に、９Ｌより構成されている様子を示す。９Ａは補助
記憶領域を示す。中段の９Ｄはディレクトリエリア９Ｎ
の使用状況を管理するビットマツプを示し、ビットマツ
プは、ディレクトリのエクステントに対応して、９Ｅ、
９Ｆ、９．Ｇ、９Ｈのように分割される。そして、実際
にディレクトリ９Ｂ内にファイル領域を割り当てる場合
には、ビットマツプ９Ｄにおいて、ディレクトリ；９Ｂ
の各エクステントに対応した部分９Ｅ、９Ｆ、９Ｇ、９
Ｈ単位で、要求されたサイズの未使用エリアがあるか否
かをサーチし、ファイル領域を割り当てる。第１０図に
、ファイル領域を割り当てる処理のフローを示す。以上
、説明したように、ファイルエリアの割り当てエリアは
、親ディレクトリのエクステント単位でサーチされるた
め、・１９回のファイルエリアの割り当てにおいて割り
当てられたエリアは、第９図において９Ｍで示されるよ
うに、親ディレクトリの複数エクステント間をまたがず
、物理的に連続した領域であることが保障され、ファイ
ルデータに対する高速なアクセスが可能となる。
第１１図に、本実施例における区分編成ファイルの実施
例を示す。ＩＩＡはユーザディレクトリ、１１Ｂはブイ
レフ） ＩＪエリア１１Ｇの使用状況を管理するビット
マツプ、１１Ｃはラベルエリア、ＬＩＥ、ＩＩＦは、ユ
ーザディレクトリ内に作成 。
例を示す。ＩＩＡはユーザディレクトリ、１１Ｂはブイ
レフ） ＩＪエリア１１Ｇの使用状況を管理するビット
マツプ、１１Ｃはラベルエリア、ＬＩＥ、ＩＩＦは、ユ
ーザディレクトリ内に作成 。
されたファイルである。通常の区分編成ファイルと比較
すると、ユーザディレクトリ１１Ｄが区分編成ファイル
に対応し、ユーザディレクトリ内のファイルＩＩＥ、Ｉ
ＩＦがメンバに対応する。このように、ユーザディレク
トリ１１Ａｅ区分編成ファイルとして使用することによ
って、第一に区分編成ファイルのために、特別な編成法
、アクセス法を新たに作る必要がなくなる。第二に、ビ
ットマツプＩＩＢにおいて、ディレクトリエリア・１１
Ｇの使用状況を管理し、第９図、第１０図で示したよう
なファイル領域の割り当て手順を行なうことによって、
削除されたメンバのエリアが再使用可能となる。さらに
、本実施例においては、ライブラリ等に最適な区分編成
ファイルを実現するために、区分編成ファイル内のメン
バとして必要十分な機能を抽出し、通常のファイルの場
合にファイル管理システムにおいてファイルのラベルに
格納して管理すべき情報を限定し、ファイルラベル容量
を減少させた。機能限定の項目としては、例えば、メン
バのエクステント数を一つに限定す：１１：□：： る。その結果として得らｆＬ九シラベル構成を１１Ｄに
示す。ラベル１１Ｄにおいて、ＥＸＴＡＤ。
すると、ユーザディレクトリ１１Ｄが区分編成ファイル
に対応し、ユーザディレクトリ内のファイルＩＩＥ、Ｉ
ＩＦがメンバに対応する。このように、ユーザディレク
トリ１１Ａｅ区分編成ファイルとして使用することによ
って、第一に区分編成ファイルのために、特別な編成法
、アクセス法を新たに作る必要がなくなる。第二に、ビ
ットマツプＩＩＢにおいて、ディレクトリエリア・１１
Ｇの使用状況を管理し、第９図、第１０図で示したよう
なファイル領域の割り当て手順を行なうことによって、
削除されたメンバのエリアが再使用可能となる。さらに
、本実施例においては、ライブラリ等に最適な区分編成
ファイルを実現するために、区分編成ファイル内のメン
バとして必要十分な機能を抽出し、通常のファイルの場
合にファイル管理システムにおいてファイルのラベルに
格納して管理すべき情報を限定し、ファイルラベル容量
を減少させた。機能限定の項目としては、例えば、メン
バのエクステント数を一つに限定す：１１：□：： る。その結果として得らｆＬ九シラベル構成を１１Ｄに
示す。ラベル１１Ｄにおいて、ＥＸＴＡＤ。
ＥＸＴＳＺはメンバのエクステントの先頭アドレス、及
び、サイズｔ、ＥＯＢは、メンバ内のエクステント内に
格納されているデータの長さを示す。
び、サイズｔ、ＥＯＢは、メンバ内のエクステント内に
格納されているデータの長さを示す。
ユーザ情報は区分編成ファイルのユーザが自由に管理で
きる情報を示す。以上の結果、多数のプログラムを管理
するライブラリ等において、メンバのラベルの容量を小
さくすることにより、管理情報の容量を減少、区分編成
ファイル全体としての容量を減少させることを可能とし
た。
きる情報を示す。以上の結果、多数のプログラムを管理
するライブラリ等において、メンバのラベルの容量を小
さくすることにより、管理情報の容量を減少、区分編成
ファイル全体としての容量を減少させることを可能とし
た。
第１２図は、本実施例においてファイルヲ０ＰＥＮする
様子を示す。１２Ａは主記憶領域、１２Ｂは補助記憶領
域、１２Ｃはユーザブイレフ） ＩＪ、１２Ｄはユーザ
ディレクトリ内に作成されたファイルを示す。又、１２
Ｅ、１２Ｆは、主記憶領域１２Ａで動作するタスクであ
り、タスク１２Ｅは、ユーザディレクトリ１２Ｃを、タ
スク１２Ｆは、ファイル１２ＤｔＯＰＥＮする。そして
、ファイルｋＯＰＥＮする処理の際には、ファイル管理
システムが、０ＰＥＮに続々トデータ操作マクロにおい
て、０ＰＥＮしたファイルの管理情報を高速に参照可能
とするために、０ＰＥＮするファイルのラベルを主記憶
上に転送するという処理を行なう。ユーザタスク１２Ｅ
がユーザディレクトリ１２（ＩＯＰＥＮ４する場合には
、ラベル１２９が、主記憶上のエリア１２Ｈに転送され
、タスク１２Ｆがファイル１２］ＪをＯＰ ＥＮする場
合には、ラベル１２Ｉが主記憶上のエリア１２ＪＫ転送
される。ただ、単に主記憶上のエリアにラベルを転送す
るのみであると、ラベル１２Ｉ、１２Ｄ等の内部には、
ファイルのアドレス情報として、前に述べたように親デ
ィレクトリ内の相対論理アドレスが格納されているので
、０ＰＥＮ以降にデータ操作マクロが発行される度に、
操作するデータの物理的な所在を知るために、親デイレ
ク） ＩＪ内相対論理アドレスを、補助記憶上の物理ア
ドレスに変換する必要があり、そのだめの変換オーバー
ヘッドが大きくなる、という問題が生じる。そこで、ラ
ベルを主記憶上のエリアに転送する際に、ラベル内に格
納されているアドレス情報を、親ディレクトリ内相対論
理アドレスから、補助記憶上の物理アドレスに変換する
ことによって、データ操作マクロでは、ラベルが転送さ
れたエリア内の物理アドレスを参照すればよくなり、上
記問題点が解決される。第１３図に、０ＰＥＮ処理の手
順を示す。
様子を示す。１２Ａは主記憶領域、１２Ｂは補助記憶領
域、１２Ｃはユーザブイレフ） ＩＪ、１２Ｄはユーザ
ディレクトリ内に作成されたファイルを示す。又、１２
Ｅ、１２Ｆは、主記憶領域１２Ａで動作するタスクであ
り、タスク１２Ｅは、ユーザディレクトリ１２Ｃを、タ
スク１２Ｆは、ファイル１２ＤｔＯＰＥＮする。そして
、ファイルｋＯＰＥＮする処理の際には、ファイル管理
システムが、０ＰＥＮに続々トデータ操作マクロにおい
て、０ＰＥＮしたファイルの管理情報を高速に参照可能
とするために、０ＰＥＮするファイルのラベルを主記憶
上に転送するという処理を行なう。ユーザタスク１２Ｅ
がユーザディレクトリ１２（ＩＯＰＥＮ４する場合には
、ラベル１２９が、主記憶上のエリア１２Ｈに転送され
、タスク１２Ｆがファイル１２］ＪをＯＰ ＥＮする場
合には、ラベル１２Ｉが主記憶上のエリア１２ＪＫ転送
される。ただ、単に主記憶上のエリアにラベルを転送す
るのみであると、ラベル１２Ｉ、１２Ｄ等の内部には、
ファイルのアドレス情報として、前に述べたように親デ
ィレクトリ内の相対論理アドレスが格納されているので
、０ＰＥＮ以降にデータ操作マクロが発行される度に、
操作するデータの物理的な所在を知るために、親デイレ
ク） ＩＪ内相対論理アドレスを、補助記憶上の物理ア
ドレスに変換する必要があり、そのだめの変換オーバー
ヘッドが大きくなる、という問題が生じる。そこで、ラ
ベルを主記憶上のエリアに転送する際に、ラベル内に格
納されているアドレス情報を、親ディレクトリ内相対論
理アドレスから、補助記憶上の物理アドレスに変換する
ことによって、データ操作マクロでは、ラベルが転送さ
れたエリア内の物理アドレスを参照すればよくなり、上
記問題点が解決される。第１３図に、０ＰＥＮ処理の手
順を示す。
本発明によれば、第一に、ユーザディレクトリという一
つのファイルの中に、さらに、ファイルを作成可能とし
、関連の深いファイルを補助記憶上の近い位置に配置す
ることを可能とすることによって、ユーザが一連の処理
の中でそれらのファイルを連続して処理する場合に、効
率よく行なえるという効果がめる。第二に区分編成法の
ために、特別な編成法を用意する必要をなくしたことに
よって、ファイル管理システムの開発量を削減し、第三
に、削減されたメンバのエリアの再使用が可能な区分編
成ファイルを実現することにより、ライブラリ等におい
て補助記憶領域を有効に利用できる効果がある。
つのファイルの中に、さらに、ファイルを作成可能とし
、関連の深いファイルを補助記憶上の近い位置に配置す
ることを可能とすることによって、ユーザが一連の処理
の中でそれらのファイルを連続して処理する場合に、効
率よく行なえるという効果がめる。第二に区分編成法の
ために、特別な編成法を用意する必要をなくしたことに
よって、ファイル管理システムの開発量を削減し、第三
に、削減されたメンバのエリアの再使用が可能な区分編
成ファイルを実現することにより、ライブラリ等におい
て補助記憶領域を有効に利用できる効果がある。
第１図は従来のファイル管理システムの補助記憶領域の
ファイルの構成図、第２図は従来のファイル管理システ
ムにおいて補助記憶上に複数のファイルが作成される様
子を示す図、第３図は従来の区分編成ファイルの説明図
、第４図及び第７図は本発明の補助記憶領域におけるフ
ァイルの構成図、第５図は本発明において補助記憶上に
補数のファイルが作成される様子を示す図、第７図、第
８図は本発明のファイルのアドレスの管理をする様子を
示す図、第９図、第１０図はそれぞれファイルエリアを
補助記憶領域上に割り当てる様子及びフローの説明図、
第１１図は本発明の区分編成ファイルの説明図、第１２
図及び第１３図はファイル’ｆｉｌ−ＯＰＥＮする処理
の様子及び手順をそれぞれ示す図である。 ４Ａ・・・補助記憶領域、４Ｂ・・・管理部、４Ｃ・・
・ファイルｎｂ当てエリア、４Ｆ、４Ｇ、４に、４Ｊ・
・・茅１目 第２ 目 Ａ 第３ 目 茅４ 目 第５０ ′旨 岑 ８ 図 第 １０ 国 茅１１ 目 、角（）２ 目 第１３目 手続補正書（方式） ％式％ 事件の表示 昭和５７年 特許願第 １０５４１２ 号発明 の 名
称 ファイル管理方式 補正をする者 事件との関停 特許出願人 住 所 東京都千代田区丸の内−丁目５番１号名
称４５１０１株式会社 日 立 製 イ乍 所代表者
三 １）勝 茂 代 理 人 居 所 東京都千代田区丸の内−丁目５番１号（２）
明細書の図面の簡単な説明の欄。 第 １ 目 茅２ 目 Ａ 第３ 目
ファイルの構成図、第２図は従来のファイル管理システ
ムにおいて補助記憶上に複数のファイルが作成される様
子を示す図、第３図は従来の区分編成ファイルの説明図
、第４図及び第７図は本発明の補助記憶領域におけるフ
ァイルの構成図、第５図は本発明において補助記憶上に
補数のファイルが作成される様子を示す図、第７図、第
８図は本発明のファイルのアドレスの管理をする様子を
示す図、第９図、第１０図はそれぞれファイルエリアを
補助記憶領域上に割り当てる様子及びフローの説明図、
第１１図は本発明の区分編成ファイルの説明図、第１２
図及び第１３図はファイル’ｆｉｌ−ＯＰＥＮする処理
の様子及び手順をそれぞれ示す図である。 ４Ａ・・・補助記憶領域、４Ｂ・・・管理部、４Ｃ・・
・ファイルｎｂ当てエリア、４Ｆ、４Ｇ、４に、４Ｊ・
・・茅１目 第２ 目 Ａ 第３ 目 茅４ 目 第５０ ′旨 岑 ８ 図 第 １０ 国 茅１１ 目 、角（）２ 目 第１３目 手続補正書（方式） ％式％ 事件の表示 昭和５７年 特許願第 １０５４１２ 号発明 の 名
称 ファイル管理方式 補正をする者 事件との関停 特許出願人 住 所 東京都千代田区丸の内−丁目５番１号名
称４５１０１株式会社 日 立 製 イ乍 所代表者
三 １）勝 茂 代 理 人 居 所 東京都千代田区丸の内−丁目５番１号（２）
明細書の図面の簡単な説明の欄。 第 １ 目 茅２ 目 Ａ 第３ 目
Claims (1)
- １、処理装置と、主メモリと、補助記憶装置と、入出力
装置とからなる電子計算機システムにおいて、複動記憶
領域に作成さねたファイルの中を管理部とファイル割り
当てエリアに分割し、前記管理部には前記ファイル割り
当てエリアに作成される前記ファイルのラベル、及び、
前記ファイル割り当てエリアの使用状況を管理する情報
を配置し、さらに、前記ファイル割り当てエリアの中に
作成された前記ファイルの中゛にそのファイルを管理す
るファイルと同一の構造で前記ファイル割り当てエリア
と管理情報を配置することを特徴とするファイル管理方
式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57105412A JPS58222360A (ja) | 1982-06-21 | 1982-06-21 | フアイル管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57105412A JPS58222360A (ja) | 1982-06-21 | 1982-06-21 | フアイル管理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58222360A true JPS58222360A (ja) | 1983-12-24 |
Family
ID=14406889
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57105412A Pending JPS58222360A (ja) | 1982-06-21 | 1982-06-21 | フアイル管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58222360A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS61228568A (ja) * | 1985-04-02 | 1986-10-11 | Sanyo Electric Co Ltd | 医療事務用計算機 |
| JPS63204493A (ja) * | 1987-02-20 | 1988-08-24 | Toshiba Corp | 携帯可能電子装置 |
| JPH0212581A (ja) * | 1988-06-30 | 1990-01-17 | Toppan Printing Co Ltd | Ｉｃカード |
-
1982
- 1982-06-21 JP JP57105412A patent/JPS58222360A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS61228568A (ja) * | 1985-04-02 | 1986-10-11 | Sanyo Electric Co Ltd | 医療事務用計算機 |
| JPH0365577B2 (ja) * | 1985-04-02 | 1991-10-14 | ||
| JPS63204493A (ja) * | 1987-02-20 | 1988-08-24 | Toshiba Corp | 携帯可能電子装置 |
| JPH0212581A (ja) * | 1988-06-30 | 1990-01-17 | Toppan Printing Co Ltd | Ｉｃカード |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| KR20030065308A (ko) | 불필요 정보 정리 | |
| JPS58222360A (ja) | フアイル管理方式 | |
| JP2021022357A (ja) | Ｆｕｓｅ技術に基づくハイブリッドファイル構築方法及びそのシステム | |
| JPH0296213A (ja) | 階層ビットマップによる二次記憶管理方法 | |
| KR100295392B1 (ko) | 동적 파일 시스템 구성 방법 | |
| JPH0271342A (ja) | メモリ管理装置 | |
| JPH08115238A (ja) | ファイルシステム | |
| JP2735684B2 (ja) | 記憶装置におけるセル管理方式 | |
| JPH06110759A (ja) | ファイルシステム | |
| CN111339037B (zh) | 一种高效的并行分布式文件系统并行复制方法 | |
| Franceschini et al. | Implicit B-Trees: A new data structure for the dictionary problem | |
| Gordon | The impact of automated memory management on software architecture | |
| CN116737656A (zh) | 文件管理系统、文件操作方法和装置 | |
| JPH04225441A (ja) | 連続割付ファイル装置 | |
| De Tré et al. | Indexing Possibilistic Numerical Data: The Interval B-tree Approach | |
| Davis | Traditional file design | |
| Goldstein et al. | The MACAIMS Data Management System | |
| KR19990047123A (ko) | 병행 네트워크 파일 시스템 | |
| JPH02193231A (ja) | ファイルスペース空き領域管理方式 | |
| JPH03174654A (ja) | ファイリング方法およびその装置 | |
| JPS63276626A (ja) | ２次記憶装置の分割管理方式 | |
| Gurwitz | Achieving a uniform interface for binary tree implementations | |
| Su | Cdllular § Logic'Devic Corj, ceptsaijdApplication | |
| Walker | MPI: From Fundamentals to Applications | |
| JPH02299037A (ja) | ファイル割り当て処理方式 |