JPS5852740A - 区分編成フアイルの復元処理制御方式 - 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】 本発明は１区分編成ファイルを用いたデータ処理システ
ムにおいて、！Ａ常発生等により更新処理が中断した場
合の、ファイルの復元制御力式に関し、特に復元処理の
ためにファイルの利用を停止させることなく、ファイル
に対する処理要求があるたびに関連するレコードについ
てのみ復元剋理管自動的に実行してゆくようにした復元
処理制御方式に関する。

従来行なわれている異常発生の際のファイルの復元方式
は、一定期間毎にファイルのコピーを磁気テープにとっ
てバックアップ・ファイルにするとともに、それ以後の
ファイル更新委求も磁気テ−ブに累積しておき、異常発
生時に、バックアップ・ファイルをベースにそれまでの
更新要求の累積を実行しなおすことにより、ファイルを
復元するものである。しかし、この方式は、特に大きな
ファイルを使用する場合など復元のための処理にかなり
の時間を要し、また復元のための操作も面倒であるなど
の問題があった。

本発明は、この問題を解決するため、更新中表示１機能
名称、カウンタの３つを格納する制御レコードを有する
区分編成ファイルを用いたデータ処理システムにおいて
、更新対象となるレコードを退避しておくためのチェッ
ク・ポイント領域を該ファイル内に設け、ファイルの更
新処理の際には、まず制御レコード内の更新中表示と機
能名称とをセットするとともにカウンタをカウントアツ
プした後、更新対象となるレコードをデータ部とし、か
つ前記制御レコード内の機能名称とカウンタ値とをキ一
部として有するレコードをチェックポイント領域に退避
してから更新処理全行ない。

復元処理の際には、まず制御レコード内の更新中表示の
有無を調べて、更新中表示のとき、チェックポイント領
域の先頭レコードのキ一部にある機能名称とカウンタ値
とを制御レコード内のものと比較し、一致したときにの
み該レコードの復元処理を行ない、また復元処理はファ
イルに対してなされた処理要求の機能を行なうたびにそ
の処理に先立って行なうことを特徴とする区分編成ファ
イルの復元処理制御方式を提供するものである。

次薔９１本発明を実施例にしたがって詳述する。

はじめに１本発明が対象とする区分編成ファイルについ
て簡単に説明する６区分編成ファイルは。

従来から広く使用されているファイル構成法の１つであ
り、ディレクトリ部と呼ばれるメンバに関する情報を持
ったデータの領域と、メンバ部と呼ばれる互いに独立な
データ群を貯えた領域とからなっている。またデータは
、キ一部とデータ部とをそなえたレコード形式をとり、
更にフッイル全体の管理情報を保持する制御レコードが
置かれている。

オＩＵＩＡは０本発明の実施例における区分編成ファイ
ルの構成を示す０図中、ｌはファイル、２はディレクト
リ領域であり、前述したディレクトリ部に当る。３は制
御レコード、４はインデックス領域で前述したメンバ部
に当る。５が本発明に特有のチェックポイント領域であ
る。またディレクトリ領域２には、インデックス領域４
中のデータレコードに関する索引レコードｖＡｖ乃至マ
Ｈｖが格納されている。

５１２２図は１才１図に示した制御レコード３の構成を
示す。

第２図に示す制御レコードにおいて、６は更新中表示ビ
ットであり、７丁イル中のレコードに対して更新処理を
開始するときＩｌｌにセットされ。

更新処理の完了において１０′にリセットされる。

機能名称７は、ファイルに対してなされた処理要求の機
能、たとえばレコードの追加、削除、置き換え等を記入
し保持しておくためのものであり。

またカウンタは処理要求に対して順序番号を付与するた
めのものである。機能名称とカウンタとは。

更新要求がある毎に制御レコード中に設定され。

またカウントアツプされる。更に、更新要求のあったレ
コードは、更新要求があるたびにチェックポイント領域
の先頭から順に退避格納される。

第３図は０本発明の方式を適用したデータ処理システム
の概略的構成を示す説明図である。

第３図において、ｌは補助記憶装置の一部に格納されて
いる１つの区分編成ファイルであり、第１図に示した構
成のものである。９は主記憶装置ＭＳＵ、ＩＯは中央剋
理装＠ＣＰＵである。　ＣＰＵｌ０内にはファイルｌの
更新処理を制御する更新処理部１１と同じく復元処理を
制御する復元処理部１２とが設けられている。

以下に、第３図のシステムの動作を、牙４図および第５
図の動作フローにしたがって説明する。

第４図は、更新処理部１１の動作フｐ−を示し。

第５図は復元処理部１２の動作フローを示す。

まず、第４図の動作フｐ−にしたがうと。

囚　ファイル処理要求を受けてファイルｌの制御レコー
ドをＭＳＵ９に読み込む。

ＴＢＪ　　更新処理部１１は制御レコード中の更新表示
ビットがＩＩＩかどうかを調べる（１１１＝更新中）。

（Ｃ１更新中表示ビットが′Ｏ１，すなわち正常処理状
態のとき、制御レコード内のカウンタをカウントアツプ
し１機能名称を処理要求内容にしたがってセットし、そ
して更新中表示ビットをＩｌｌすなわち更新中表示にセ
ットする。

Ｑ））ＭＳＵ９の制御レコードを７アイル１に書き込む
。

（Ｅｌ　　領域２あるいは４の中の更新前の更新対象レ
コードをチェ、クポイント領域５に退避させ。

更新処理を行なう、なお、領域５に退避させたレコード
のキ一部には制御レコード内の機能名称とカウンタ値と
を記入してお（・ （Ｆｌ　　更新処理完了を表示するため、更新中表示ビ
ットをｌＯＩにリセットした制御レコードを９Ｍ５Ｕ９
からファイルｌに再び書き込む、こレニヨり更新処理は
正常に完了した状態となる。なお。

領域５の退避レコードは次の更新処理で新しい退避レコ
ードが入るまで消去されない。

（Ｇ）　　（Ｂｌにおいて更新中表示ビットがＩｌ＃で
あつたときには、前回の更新処理が異常発生によって中
断状態にあることを示しているから、）１イルの復元処
理（第５図の）ｑ−）を行なってのち。

（Ｃ）に移行する。

次に、２５図の動作フローにしたがって説明する。

＠　　２４図ｔＢｌのビット＃ｌＩの場合を受けて、チ
ェックポイント領域５の先頭レコードｆＭｓＵ９に読み
込む。

＋１１　　領域５の先頭レコードのキ一部にある機能致
のときは、第４図のめ）から（Ｅ）への移行が阻害さｒ
ｔ制ｍレコード中の更新中表示ピッ）ｅ’ｌ’ニセ、ト
したまま更新処理にまったく入れなかった場。

合なので、復元処理は必要なく１次の処理要求を実行す
ればよい。

（転）復元完了のメツセージを送る。

（Ｌｌ　　復元完了により新規の処理要求機能を実行す
るため、第４図（Ｃ）に移る。

以上本発明について説明したように１本発明においては
、復元処理のためのバックアップファイルは用意されず
、保存さｎるのは前回の更新処理において更新対象とな
った更新前レコードのみであり、しかもそれが保存され
る期間はその７アイルについて次の更新処理要求があっ
て、それにより自動的な復元処理がなされるまでの期間
でよいから、復元処理のために大きなファイルも、そし
てまとまった処理時間も必要とされないことが理解され
よう。

次に０本発明の方式による区分編成シアイルの更新およ
び復元処理の実際例について具体的に説明する６区分編
成ファイルの更新処理は、ディレクトリ領域におけるデ
ータの追加、置き換え、削除と、インデックス領域にお
けるデータの追加。

削除に分けられる。

はじめにディレクトリ領域に関するものを説明する。

（α）　ディレクトリ領域への追加と置き換えディレク
トリ領域には、各レコード９名前が昇順に並べて記録さ
れている。新しい名Ｅｌｆ追加する場合、新しい名前の
データだけをチェックポイント領域に記録する。すでに
ある名前を新しいデータと置き換える場合には、更新前
のレコードを退避する。

たとえば、第６図に示すように、ディレクトリ領域中に
レコードの名前の配列マＡマ、マＢマ、マＤマ。

ｗＥｙ、　　ｗＦｙがあったとき、新たにＷＣＷ　　と
いう名前を追加する場合には、まずチェックポイント領
域にＶ　Ｃ？　２記録し１．、それから最後尾の名１ｌ
ｉＴｖＦｖからルコードずつ後にずらしてゆく。ＷＣＷ
が入るべき位置すなわちマＢマの次の位置が空いたら、
そのレコードにデータを書き込む処理が行なわれる。

この処理の途中で異常が発生した場合　ｗ　ＣＷがすで
に書き込まれている場合とまだ書き込まれて（ζない場
合とがある。

復元処理では、チェックポイント領域に書き込まれてい
る機能名称のコードを見る。この場合。

追加要求なので逆の機能の削除（削除対象の名前はｖＣ
マ）処理を行ない、ファイルを復元する。

置き換えの場合にはオフ図に示すように、たとえば更新
前のｖＣｌのデータを退避し、ＦＮ定の位置にｖＣｖ（
名前の変更はなく、内容の変更）を書き込む。

処理途中で異常があってｖ　Ｃｖに置き換わっている。

いないに関係なく、チェックポイント領域のレコードを
薔き出すことでファイルの復元は行なわれる。この処理
手順は次項（６）の削除と同じである。

（＆）　　ディレクトリ領域の削除 ディレクトリ領域の名前を削除する時は、すでにあるそ
の名前のデータをチェックポイント領域に退避する。

オ８図に示すように、たとえばｖＣｖという名前のレコ
ードを削除する場合、その後のｖＤｖをｖＣｌの位置に
、マＥ’　ｔ　ＷＤ’の位置に書き込むことにより＊　
　’ｃ’を削除する。　　　　゛処理途中で異常があっ
ても、更新前のｖＣｌという名曲のデータが記録されて
いるので１機能名称コードを見て逆の機能の追加（ＷＣ
Ｗのデータ゛）処理を行、なうことで復元ができる。こ
の処理手順は。

（ａＪの追加と同じである。

以上、ディレクトリ領域の更新では、１つのレコードだ
け（新規のデータあるいは旧データ）を退避しておくこ
とにより容易にファイルの復元が可能である。次にイン
デックス領域の追加・削除について説明する。

インデックス領域のブーツクは、ディレクトリ領域のそ
れとはかなり異なる。インデックスブロックは、そのブ
ロック内に複数の項目が記録されており、しかも各項目
の語数は可変であり９項目名はブロック内でソートされ
ている。

インデックスブロックへの追加・削除は、変ｙ前のイン
デックスブロックをチェックポイント領域に記録する。

その個数は不定であり、ブーツクのポインターが無くな
ったところでレコードの退避は終了する。一般に、登録
可能な項目数は２５５個と決められてい−るため、最大
ブーツク数は３２ｆｆｉｌ（ｌブロック；６２語、１項
目最大語数；７飴）である。

オ９図は、インデックスブロックの構造図とチェックポ
イントに記録されるレコードを表わす。

■（７）Ｌ／フードに更新対象の名前があると■のレコ
ードから退避が行なわれるが、［相］のレコードに対象
名があるときは、Ｏ−［相］の４レコードが退避すれる
。いづれも更新前の読み込まれたレコードを退避する。

復元方法は、各レコードの最終語にそのレコードのファ
イル内相対アドレス（＝　’　ＴＴＲＷ）が記録されて
いるので、その位置に書き出すことにより更新前のファ
イルに復元できる。

なお、更新対象のレコードは、なるべく少なくなるよう
に考慮されている。

インデックス領域の削除では、オニ０図に示すようなフ
ァイルがＴデー＃構造となっている特殊なケース力ｌｂ
るｅ’　１点鎖線の箱はインデックスプロ。

りを表わし、その中に含まれる項目数が多′い時は。

複数個になっている。この場合＋　　’Ａマの項目名の
下につながっている各レベルの登録個数が多いと曹また
。レベルが深くなればなるほど使用中のインデックスブ
ロックは多くなり、その数ははかり知れない。

この状態で’Ａ”）削除する場合、その下につながって
いる・インデックスブロックは必要がないため、すべて
解放しなければならない。しかし、更新前のインデック
スブロックをすべて復元のためにチェックポイント領域
に退避しようとすると。

膨大な領域が必要となる。

ここでは、削除対象となっている項目名が含まれるイン
デックスブロックだけをチェックポイント領域に退避す
る。

すなわち、レベル０の全インデックスブロックを記録す
る訳である。この時は、訂述したインデックス領域の追
加・削除の方法と全く同じである。

本質的に異なる点は、更新前の全レコードのデー１夕を
記録していないので、このケースに限り指定名の削除と
下位インデックスの解放を行なうことである。そのため
に、チェックポイント領域には。

マＡマのすぐ下につながっているインデックスブロック
（レベルｌ）の先頭ブーツクの相対アドレスを記録して
いる。ブロックの解放作業は、Ｉｌｋ下位（レヘルノ高
い方）から解放していくので、レベルｌの先頭ブロック
のアドレスを記録しておけば。

その下にインデックスがつながっているかを―ぺ。

下位の方から解放していくことにより、レベル１〜４ま
でのブロックを解放できる。

このケースで退避されるレコードは９項目マＡＷが含ま
れるレベル０のインデックスプｐ、り（最大３２個）だ
けである。

本発明によれば、ファイルの復元処理は、ファイルのオ
ーブン要求がある都度、＃回のファイル更新未処理の有
無をチェックすることによって自動的に起動され、更に
復元処理は（退避領域中の一レコードについて）１回の
要求で更新対象となったレコードだけで行なわれるため
時間短縮に大きな効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実施例における区分編成ファイルの構
成図、第２図は第１図のファイルにおける制御レコード
の構成図、第３図は本発明の！ｉ！施例の概略構成図、
第４図および第５図は本発明の実施例の動作フローを示
す図、第６図はレコードの追加丸環の説明図、オフ図は
レコードの置き換え処理の説明囚、オ８図はレコードの
削除処理の説明図、第９図およびオニ０図はインデック
ス領域の追加、削除処理の説明図である。 図中、ｌはファイル、２はディレクトリ領域。 ３は制御レコード、４はインデックス領域、５はチェッ
クポイント領域、９は主記憶装置、１０は中央処理装置
、１１は更新処理部、１２は復元処理部を示す。 特ｉ出願人　　富士通株式会社 代理人弁理士　　森　１）　　　寛

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 更新中表示１機能名称、カウンタの３つを格納する制御
   レコードを有する区分編成ファイルを用いたデータ処理
   システムにおいて、更新対象となるレコードを退避して
   おくためのチェック・ポイント領域を該ファイル内に設
   け、ファイルの更新処理の際には、まず制御レコード内
   の更新中表示と機能名称とをセットするとともにカウン
   タをカウントアツプした後、更新対象となるレコードを
   データ部とし、かつ前記制御レコード内の機能名称とカ
   ウンタ値とをキ一部として有するレコードをチェックポ
   イント領域に退避してから更新処理を行ない、復元処理
   の際には、まず制御レコード内の更新中表示の有無を調
   べて、更新中表示のとき、チェックポイント領域の先頭
   レコードのキ一部にある機能名称とカウンタ値とを制御
   レコード内のものと比較し、一致したときにのみ該レコ
   ードの復元処理を行ない、また復元処理はファイルに対
   してなされた処理要求の機能を行なうたびにその処理に
   先立って行なうことを特徴とする区分編成ファイルの復
   元処理制御方式。