JPS59163659A - ワ−ド・プロセシング・システムにおけるデ−タ・セツトのアクセス方式 - 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】 〔開示の概要〕 開示されたワード・プロセシング・システムは直接アク
セス記憶デバイス（ＤＡｓＤ）ｅ有しており、ここには
後の再呼出し及び編集に備えてテキスト・ストリームが
記憶される。テキスト・ストリームは文書へ編成され、
データ・セットとしてＤＡＳＤに記憶される。データ・
セットは、インデックス部分とテキスト・レコード部分
から成る。インデックス部分は複数のノードへ分割され
、そのうち主要なノードはルート・ノードと呼ばれる。

操作員がその使用のために成るデータ・セット２指定す
る場合、ルート・ノードが取出されて°システム・メモ
リに保持されるので、谷アクセスごとにＤＡＳＤからル
ート・ノードを取出すことが不要となる。文書の複製動
作のように複数の順次レコードがアクセスされる場合、
これらの順次レコードのうち最初のレコードについてだ
けインデックスが完全に探索される。残りのレコードは
既にシステム・メモリに存在するインデックス・ノード
を通して位置付けられるからである。後続のインデック
ス・ノードは、現インデックス・ノード中の最後のイン
デックス・エントリがアクセスされた場合にだけ、ＤＡ
ＳＤから取出される。

複数の順次レコードがＤＡＳＤに書込ま肚る場合、最初
のレコードに対する挿入点についてだけインデックスが
完全に探索される。残りのレコードについては、同じイ
ンデックス・ノードが更新される。ＤＡＳＤへ書込まれ
る最新レコードのインデックス・エントリを収容するス
ペースが不足する場合には、インデックス・ノードが分
割され、上位レベルにあるインデックスのインデックス
・エンドＩＪが前述のように更新される。

〔発明の背景〕

本発明はワード・プロセシング・システムに係り、更に
詳細に説明すれば直接アクセス記憶デバイス（ＤＡＳＤ
）に記憶された多重レコードのアクセスを行う際のシス
テム性に’Ｑｋ改良することに係る。

本発明に関係する先行技術には、次の工うなものがある
。

（ａ）　　Ｉ　Ｂ　Ｍ　　ＯＳ　／　６システムは、デ
ィスケットに文書を記憶し且つディスケット上の文書を
探し出すために、非常に簡単なフォーマツｔｆ使用し７
ている。各ディスケットでは正確に３２個のデータ・セ
ット（ジョブ）が常に利用可能であり、その割振りはデ
ィスケットのトラックに応じて行われるようになってい
る。ディスケット上の文書全探し出すために使用される
ディスケット・インデックスの全体は十分に小さいので
、これ全システム・メモリに一度に保持することができ
る。具体的には、、ＩＢＭ　　Ｏ８／６システムのディ
スケット・インデックスは、ディスケットがその駆動機
構へ挿入されるとき、システム・メモリへコピーされる
ようになっている。従って、このインデックスを検索す
る動作は、性能上の問題全惹起しない。

このアプローチの１つの問題は、１デイスケツトあたり
正確に６２個のジョブが利用可能でなければならないと
いう点にある。一般に、ワード・プロセシング・システ
ムは可変数のデータ・セントラ所与のディスケットに記
憶すること全必要とするものであり、従って５２個以上
のデータ・セットが操作員に利用可能でなければならな
い。

このアプローチの他の問題は、ディスケット上のスペー
スが各トラック単位で特定のデータ・セットへ割振られ
る、という点にある。つまり平均的な状況では、ディス
ケット上の無駄なスペース（割振られてはいるがデータ
を実際に記憶するように使用されていないスペース）は
実際に使用されている各ジョブあた。；１／２トラツク
にも達する。云いかえれば、所与のディスケットで利用
可能な７０１−ランクのうち最大１６トラソクが無駄と
なるのである。

（ｂ）ＩＢＭディスプレイライター・システムは、拡張
ヘッダ・ラベル（ＥＨＬ）と呼ばれるディスケット・イ
ンデックスとデータ・セット・ラベル（ＤＳＬ）と呼ば
れるデータ・セット・インデックスから成る２レベルの
ディスケット・インデックスを利用している。ＥＩ（Ｌ
はディスケット上にあるデータ・セットの位置を示し、
ＤＳＬは既存の各データ・セットごとに１つずつ設けら
れる。

ＥＨＬは一定サイズであり、常にシステム・メモリ中に
保持される。ＤＳＬのサイズは対応するデータ・セント
のサイズに依存する。ＤＳＬのブロックは、必要に応じ
てシステム・メモリへ取出される。文書の成るページを
探し出すＶＣ，は、該当するＤＳＬの開始点から適当な
点まで探索することにより、このページがディスケット
のどこに置かれているかを確認することが必要である。

成るデータ・セラトラ順次にアクセスして該デ−タ・セ
ント中の連続レコードを読取るために、ＩＢＭディスプ
レイライター・システムは特別のアクセス方式全実現し
ており、これにエリ通常のレコード（情報検索の巣立）
及びページをアクセスする場合に比較してシステム性能
を相当改良するようにしている。

このアプローチの問題は、前記アクセス方式に必要なプ
ログラムがシステム・メモリのかなりの部分を占有し、
し力）も該プログラムがデータ・セットの型（文書、レ
コード、システム・セットアツプ等）ごとに各別に存在
しなければならないという点にある。

（ｃ）ＩＢＭ　　ろ７６０は、データ・セット・インデ
ックス全データとともに揮発性の作業記憶に分散式に記
憶させている。各データ・ブロックは制御領域を有し、
この制御領域には前のブロック及び次のブロックの位置
情報が保持されている。このように現ブロックは常に前
のブロック及び次のブロックを指定しているので、順次
アクセスについてはこれを非常に高速に行うことができ
る。

このアプローチの問題は、（データ・セントの中間部に
１力・れたブロックを直接的に参照するような）ランダ
ム・アクセスが遅いという点にある。

というのは、そうするため添は先行するすべてのブロッ
クを読取らねばならない力・らである。従って、ランダ
ム・アクセス時の性能全向上させるには、ランダム・ア
クセス用に設定された他のデータ・セット・インデック
スを必要とすることになろう。

〔発明の概要〕

従って、本発明の目的は、ワード・プロセシング・シス
テムの柔軟性を制限することなく、シかも直接アクセス
記憶デバイス（ＤＡＳＤ）に記憶されたデータのタイプ
とは関係なく、該データに対する順次アクセス時の性能
全改良することにある。

前記及び他の目的並びに利点は本発明によって達成され
る。簡単に云えば、本発明に従った方法及び装置は、情
報をアクセスする際に、即ちＤＡＳＤから情報を取出す
が又はＤＡＳＤへ情報を書込む際に、データ・セット・
インデックスに対するアクセスの回Ｈ２減少させること
ができるように編成されている。性能の改良は次の２つ
のファクタを通して達成される。第１のファクタは、Ｄ
ＡＳＤ上の最初のレコードが探し出される場合、データ
・セット・インデックスは各レコードごとにアクセスさ
れるのではなく、現ブロックが不十分である場合にのみ
アクセスされる、というものである。第２の、ファクタ
は、ＤＡＳＤ上のデータ・セット・インデックスの位置
が、通常の場合情報自体力・ら物理的に離れている、と
いうものである。テーダセット・インデックスに対する
アクセス全減少させることにより、ＤＡｓＤの読取り／
書込みヘッドをアクセスすべき情報の近傍に物理的に維
持することが可能となり、従ってレコード・アクセス間
の時間を減少させることができるようになる。

〔実施態様の説明〕

第１崗を参照するに、図示されたワード・プロセシング
・システム１０はキーボード１２を含み、これは入力さ
れたテキスト及び指令をチャネル１４を介してプロセッ
サ１６へ転送スる。プＯセッサ１６はメモリ・バス１８
へ接続され、該メモリ・バスＩｄ、　ＣＲＴ　ｆイスグ
レイ２ｏ１ディスケット又はハード・ディスクの如き１
以上の直接アクセス記憶デバイス（以下ＤＡＳＤと略す
）２２、プリンタ２４及びランダム・アクセス式のシス
テム・メモリ（以下メモリと略す）２６へ接続される。

操作員かキーボード１２を介してテキスト・ストリーム
全入力すると、このテキストの各ページはメモリ２６に
記憶され且つそこで処理される。

テキスト・ストリームがメモリ２６に受取られる場合、
このストリームはディスプレイ２ｏにも供給される。キ
ーボード１２を介して入力された後、テキストはＤＡＳ
Ｄ　　２２に記憶されるが又はプリンタ２４によって印
刷されうる。

メモリ２６は多数のデータ領域金倉み、また記憶された
テキスＨ−処理するための複数の機能プログラムを含ん
でいる。テキスト及びそれに関係する制御機能はテキス
ト記憶バッファ（以下ＴＳＢと略す）２８に記憶される
。

ＴＳＢ制御ブロック６０はＴＳＢ　　２８のデータ領域
として使用され、チャネル６２を介してＴＳＢ　　２８
へ接続される。キーボード１２全介して各文字が入力さ
れる場合、この文字はキーストローク・サービス・ルー
チンの集合６４を介してメモリ２６に受取られる。キー
ストローク制御ブロック′５６は１つのデータ領域であ
って、受取られた文字を処理するための所定のキースト
ローク・サービス・ルーチンを決定する。このため、キ
ースミローフ制御ブロック制御ブロックろ６はチャネル
３８を介してキーストローク・サービス・ルーチン６４
へ連結される。さらにキーストローク・サービス・ルー
テン６４はチャネル４０ｔ＝介してＴＳＢ、２８へ連結
され、そしてチャネル４２を介してＴＳＢ制御ブロック
６０へ連結される。

テキストがＴＳＢ　　２８へ移動されるか又はそこから
移動されねばならないこと１ＴｓＢ制御ブロツク３０が
指示する場合、この移動要求はチャネル４６を介して記
憶アクセス方式（以下ＳＡＭと略す）ルーテン４４へ通
知される。ＳＡＭルーチン４４は、ＤＡＳＤ　　２２と
メモリ２６との間のすべてのデータ移動を制御するため
に使用される。（キーボード１２、ディスプレイ２０又
はプリンタ２４との通信が必要とされる場合には、ＳＡ
Ｍルーチン４４の代わりにそれぞれのアクセス方式ルー
テノが使用されるが、これらは本発明の要旨に関係ない
ので以下省略する。）キーストローク・サービス・ルー
テン６４は、チャネル４８及びＳＡＭインタフェース制
御ブロック５０’に介して、ＳＡＭルーテノ４４へ他の
制御情報及びデータ全通信する。（キーボード１２、デ
ィスプレイ２０又はプリンタ２４との通信が必要とされ
る場合には、ＳＡＭインタフェース制御制御ソロ７２５
００代にそれぞれのアクセス方式に対応するインタフェ
ース制御ブロックが使用される。）このＳＡＭサービス
要求を完了した場合、ｓＡＭインタフェース制御ブロッ
ク５０は処理を継続するためにキーストローク・サービ
ス・ルーチン５４に−よって使用されるべき他の情報及
びデータ全保持している。ＳＡＭインクフェース制御ブ
ロック５０はチャネル５２を介してＳＡＭルーチン４４
へ接続される。

ＳＡＭブロック５４はメモリ・バス１８を介してＤＡＳ
Ｄ　　２２と接続され、ＤＡＳＤ　　２２とメモリ２６
との間のデータ転送に対する転送点として使用される。

（キーボード１２、ディスプレイ２０又はプリンタ２４
との通信が必要とされる場合には、ＳＡＭブロック５４
の代わりにそれぞれのアクセス方式に対応するブロック
が使用される。）ＳＡＭブロック５４はチャネル５６を
介してＴＳＢ２８と接続される。ＳＡＭ）ｌ／−チン４
４はチャネル５８を介してＳＡＭブロック５４中のデー
タをアクセスすることができる。ＳＡＭブロック５４は
チャネル６０を介してＳＡＭインタフェース制御ブロッ
ク５０へ連結されているが、こレバキーストローク・サ
ービス・ルーチン３４へ情報及びデータを通信するため
である。

ＳＡＭ内部制御ブロック６２は、ＤＡＳＤ’２２に関す
る現在のステータス及び情報全保持するために設けられ
ている。（キーボード１２、ディスプレイ２０又はプリ
ンタ２４との通信が必要とされる場合には、ブロック６
２の代わりにそれぞれの対応ブロックが使用される。）
ＤＡＳＤ　　２２とＳＡＭ内部制御ブロック６２との間
の情報転送は、チャネル６４及びＳＡＭブロック５４を
介して行われる。ＳＡＭ内部制御ブロック６２中の情報
はチャネル６６を介してＳＡＭルーチン４４へ通信され
、該ルーチンによって管理される。ＳＡＭ内部制御ブロ
ック６２は、ＳＡＭルーチン４４及びＳＡＭブロック５
４の動作に必要なフラグ及びステータス情報全記憶する
ために使用される。

ここで、第１図全参照してワード・プロセシング・ンス
テム１０の動作全簡単に説明すると、操作員がキーボー
ド１２を介して各キーストロークを入力する場合、これ
に対応する信号がナヤネル１４を介してプロセッサ１６
へ転送され、かくて該プロセッサはこのキーストローク
指令をメモリ２６へ記入する。このようにしてキースト
ローク指令を受取ると、キーストローク・サービス・ル
ーチン６４のうちでこの特定の指令を処理すべき所定の
ルーテンが選択される。当該キーストローク指令はそれ
が制御指令又はグラフィック・エントリのどちらである
かに応じて処理され、そしてその処理結果はＴＳＢ　２
８へ記入される。これらのグラフィック及び指令がＴＳ
Ｂ　　２８に順次に累積される間、テキスト情報はディ
スプレイ２０に供給される。ＴＳＢ　　２８が必要なテ
キスＦ及び指令を保持するに十分でない危険がある場合
、キーストローク・サービス・ルーチンろ４　ハＳ　Ａ
Ｍインタフェース制御ブロック５０に制御情報全記憶す
ることにより、ＳＡＭルーチン４４をしてＤＡＳＤ　２
２へ情報ブロック（レコード）全転送させるようにする
。

操作員は、制御指令を通して、メモリ２６、ディスプレ
イ２０、Ｉ）ＡＳＤ　　、、２２及びプリンタ２４の間
で情報を転送させることができる。また選択されたベー
ンをＤＡＳＤ　　２．２からメモリ２６へ呼出すことが
できるので、操作員はテキスト情報更及び訂正してこれ
１ＤＡｓＤ　　２２へ再び記入したり、プリンタ２４で
印刷させることができる。

第２図には、プロセッサ１６の代表的なノ・−ドウエア
要素が詳細に図示されている。プロセッサ１６は市販さ
れているものでよく、りとえばインテル社のマイクロプ
ロセッサ８０８６’ｉ使用することができる。

このようなプロセッサ１６は制御ユニメト８０ヲ含み、
該ユニットはキーボード１２、ＤＡＳ、Ｄ２２又はプリ
ンタ２４からデバイス・ノくス８２に生ぜられるような
割込信号に応答する。また、制御ユニット８０はデータ
及びアドレス転送用の内部バス８４へ接続され、該バス
はプロセッサ１６の他のユニットへ相互接続されている
。

制御ユニット８０はメモリ２６からの取出命令に応答し
て制御信号ｋＲ生し、該制御信号をプロセッサ１６の他
のユニットへ供給する。これらの制御信号は制御線８６
を介して種々のユニツ１へ供給されるが、第２図では制
御線８６は演算論理ユニット（ＡＬＵ）８８へ直接的に
接続されるように図示されているに過ぎない。制御ユニ
ット８Ｄと他のユニットとの同期動作は、外部クロック
源（図示せず）からプロセッサ１６へ供給されるクロッ
ク・パルス入力によって達成される。外部クロック源に
よって発生されたクロック・パルスは、バス９０を介し
て他のユニットへそれぞれ転送される。

プロセッサ１６で処理すべきデータ及び命令は、バス制
御ユニット９２を介して入力される。また処理すべきデ
ータがプログラムＩ１０制御ユニット９４から入力され
ることもある。バス制御ユニット９２はメモリ２６の記
憶要素を相互接続するとともに、Ｉ１０制御ユニット９
４又はメモリ２６から受取られたデータを処理するため
の命令を受取る。かくて、Ｉ１０制御ユニット９４はキ
ーボード１２、ＤＡＳＤ　　２２又はメモリ２６からの
データを受取るのに対し、ノ・ス制御ユニット９２はメ
モリ２６から命令及び／又はデータを受取る。しかしな
がら、メモリ２６の互いに異なるセクションを命令メモ
リ及びデータ・メモリとして使用することも可能である
という点に注意すべきで・ある。

プロセッサ１６からのデバイス制御情報は、プログラム
ｊ１０制御ユニット９４を介してＩ１０データ・バス９
８に供給される。キーボード１２又は他のデバイスから
ｊ１０テータ・バス９８に供給される入力データは、メ
モリ・バス１８及び内部バス８４を介して制御ユニット
８０へ供給される命令の制御下で、ＡＬＵ、８８によっ
て最初に処理される。ＡＬＵ　　８８は線８６上の制御
信号に応答してこの命令に従った演算全遂行するととも
に、その結果をスクラッチ・レジスタ１０２に記憶する
ことができる。

もちろん、ＡＬＵ　８８と他のユニッ・トとの間で他の
種々のデータ転送を行うことも可能である。

たとえば、ＡＬＵ８８から内部バス８４を介しプログラ
ム・カワンタ１０４、データ・ポインタ・レジスタ１０
６又はステータス・レジスタ１１０へデータ全転送する
ことが可能である。

プロセッサ１６の特定の動作は、メモリ・バス１８にあ
る命令及びデータと双方向性のＩ１０データ・バス９８
にある入力データとによって決定される。たとえば、プ
ロセッサ１６は受取られた命令に応答して、スクラッチ
・レジスタ１０２中の記憶データを、レジスタ１０６．
１０８又は１１０のうち任意のレジスタへ転送する。第
２図に図示されているプロセッサ１６のかかる動作は当
業者には明らかであるし、またこれは本究明の要旨には
関係がないので、以下では各動作の説明全省略する。

ＤＡＳＤ　　２２上の記憶媒体に記憶されたページは、
複数のレコード（適当なサイズを有するテキスト単位）
へ区分される。レコードは最大のサイズを有する。かく
て、各ページは少くとも１つのレコードから成シ、多く
の場合はそれ以上のレコードから成る。各ページ中のレ
コード数及び各文書中のべ一／数は不定であジ、当該デ
ータ・セツトヲ記憶すべき記憶ボリュームの容量によっ
て制限されるに過ぎない。ワード・プロセシング・シス
テム１０では、各データ・セットはＤ　Ａ　Ｓ　Ｉ）２
２中の単一のディスケットに記憶されるか又はハード・
ティスフに記憶される。もしワード・プロセシング・シ
ステム１０へ記入中の成る文書が単一のディスケットに
収まりきらなければ、操作員は現在のディスケラ１又は
・・−ド・ディスゲに対する記入動作を終了するととも
に、他のテイスケシト上の別のデータ・セットにこの文
ｆｋ継続して記入するようにしなければならない。

ＤＡＳＤ　　２２上の記憶媒体は、当技術分野では周知
のように、複数のセクタへ区分される。セクタの概念は
当技術分野では周知であると考えられるので、本発明を
理解するのにその詳細な説明は不要であろう。ワード・
プロセシング・システム１０では、記憶媒体上の各セク
タは一意的な論理セクタ番号を割振られている。但し、
これらの論理セクタ番号はゼロ力・ら始まる連続的な正
の整数である。論理セクタ番号の各々が記憶ボリューム
上にある唯１つの物理領域に対応する限り、特定の論理
セクタ番号が記憶媒体上のどの物理領域に対応するかと
いうことは、本発明を理解する上で重要なことでは々い
。複数の論理セクタ番号が連続的な整数である場合は、
これらの論理セクタは連続的であるとみなされる。

第６図には、成るテキスト文書がＤＡＳＤ　　２２上の
１つのデータ・セット１２０へ編成されている１つの例
が示されている。例示したデータ。

セット１２０は、データ・セット・インデックス１２２
と６つのテキスト・ページ、即ちページ１（１２４）、
ページ２　（１２６）及びページ３（１２８）から成る
。ページ１（１２４）は６つのレコード、即ちレコード
Ｄ（１５０）、レコード１（１３２）及びレコード２（
１３４）を有する。

ページ２（１２６）は単一のレコード０（１ろ０）全有
するに過ぎない。ページ３（１２８）は２つのレコード
、即チレコー）”０（１３６）及びレコード１（１３Ｂ
）を有する。

データ・セント・インテックス１２２は、データ・セッ
ト１２０の前記ペー・／が置かれている記憶媒体上の立
置を決定するために第２図のＳＡＭルーチン４４によっ
て１更用される。データ・セント・インデックス１２２
は文書の各ページごとに１つのインデックス・エントリ
を含み、この例ではペー７１ないしページ乙にそれぞれ
対応するインデックス・エントリ１４０，１４２及び１
４４を含んでいる。

所望のべ一／を速かに探し出すことができるように、各
ページ・インデックス・エントリは該エンドＩＪに工っ
て参照さ２するベーンを識別するための１つのページ・
キーを含む。かくて、この例では、ペー・７／トキー１
４６、ページ２°キー１４８及びページろ°キー１５０
が含まれている。たとえば、ページ２１２６）ｋ探し出
すためには、そのキーとページトキー１４６金単に比較
するだけでベージトインデックス・エン計り１４０が適
切でないことがわかる。ワード・プロセシング・システ
ム１０では、各データ・セット・インデノクス中のすべ
てのべ−７・キーは一意的でなければならない。

成るペー／の各レコードは、そのインデックス・エント
リのレコード記述子全通して探し出される。各レコード
は、記憶ボリュームにある連続旧な１組の論理セクタに
記憶される。成るレコードに割振られる論理セクタの数
は、このレコードを保持するに必要なセクタの最小の数
に対応する。

これらのセクタは全体としてそのまま割振られるのであ
る。レコード記述子は、当該レコードを保持する記憶媒
体上の論理セクタのうち、最小の論理セクタ番号を有す
る論理セクタ位置を指示する。

またレコード記述子は、当該レコードの長さも指示する
。たとえば第６図では、ベージトレコード０（１３０）
に対するレコード記述子は、べ一ジトインデックス・エ
ントリ１４０においてレコードＯ・記述子１５２として
設けられている。

ベージ１（１２４）の残すのレコードハ、レコードト記
述子１５４及びレコード２・記述子１５６によって記述
される。単一のレコードを保持するベーン２（１２６）
の記憶媒体上の位置は、ベージ２・インデックス・エン
トリ１４２に設けられたレコードＯ・記述子１５８によ
って決定される。

前述と同様に、ベージ６・インデックス・エントリ１４
４はレコード０・記述子１６０及びレコードト記述子１
６２全含み、これらによってベージ乙のレコード０（１
３＜Ｓ）及びレコード１（１３８）をそれぞれ探し出す
。

ワード・プロセシング・システム１０のＤＡＳＤ−２２
に記憶されたデータ・セットのデータ・セット・インデ
ックス１２２は、複数のノード（節）へ区分される。こ
のようにして区分さ肚た各インデックス・ノードは、そ
れぞれ１つの論理セクタに記憶される。もし、当該デー
タ・セットへテキストに追加したとき１つのインデック
ス・ノードに置かれる情報の量が１つの論理セクタに記
憶可能な量を越えるようになれば、このインデックス・
ノードを２つ以上のインデックス・ノードへ分割し１、
そして分割後の各インデックス・ノードをそれぞれ１つ
の論理セクタに保持させるようにすることができる。す
べてのデータ・セットはそれぞれ少くとも１つのインデ
ックス・ノードを有する。

各データ・セットごとに、ルート・ノード（根幹の節）
と呼ばれる一意的な１つのインデックス・ノードがある
。これに対し、リーフ・ノード（葉の節）と呼ばれるイ
ンデックス・ノードかあるが、このリーフ・ノードはそ
のインデックス・エントリに裏ってベージ全直接的に参
照するようなものである。第４Ａ図に例示されたデータ
・セット・インデックスは十分に小さく、必要とされる
単一のリーフ・ノードとルート・ノードが同じノードで
あるので、ルート／リーフ・ノード１７０と呼ばれる。

ルート／リーフ・ノード１７０は、データ・セット・プ
ロフィル１７２とインデックス構成要素１７４を含む。

データ・セット・プロフィル１７２は、全体として当該
データ・セットに関係する情報及びステータス全保持す
る。データ・セット名１７６は、操作員がアクセスすべ
き文書を選択することを可能にするようなテキスト・グ
ラフィックを保持する。データ・セント・コメント１７
８は当該文書に関する記述情報の追加スペースを与える
ので、操作員がデータ・セット名１７６の１部として記
入したくない情報をことに置くことができる。

第４Ｂ図では、ルート／リーフ・ノード１７０のインデ
ックス構成要素１７４に関する一層詳細な情報が示され
ている。リーフ・ノードのインデックス構成要素１８０
は、当該文書のべ−７を直接的にポイントするような複
数のインデックス・エントリを含む。図示の例では、イ
ンデックス構成要素１８０は、ベージＮトインデックス
・エントリ１８２及びベージＮ２・インデックス・エン
トリ１８４ｉ含む。但し、Ｎ１及びＮ２は当該文書にお
ける１対の連続ベーンのベージ番号を表わす。ベージＮ
トインデックス・エントリ１８２は、ベージＮトキー１
８６とページＮ１中の各レコードごとに１つのレコード
記述子、即ちこの例ではレコード０・記述子１８８及び
レコードト記述子１９０を保持する。同様に、ページＮ
２・インデックス・エントリ１８４はページＮ２・キー
１９２を保持し、そしてレコード０・記述子１９４及び
レコードト記述子１９６を保持する。

所与のインデックス構成要素では、そのインデックス・
エントリはページ・キーの昇順に記憶されている。従っ
て、もし当該文書中のページＮ１及びＮ２が同じリーフ
・ノードで参照され、そしてページＮ１の直後にページ
Ｎ２が続くのであれば、ベージＮトインデックス・エン
ドＩＪ　１８２の直後にページＮ２・インデックス・エ
ントリ１８４が続くように配列される。

操作員が当該文書に多くのテキスト・レコード及びベー
ジ全追加する場合には、ルート／リーフ・ノード１７０
のインデックス構成要素１７４は結果的にこれらのエン
トリを保持することができなくなる。このような場合、
ルート／リーフ・ノード１７０は適当に分割され、たと
えば第５Ａ図に示すように、１つのルート・ノード２０
０，１つのリーフ・ノードＡ’（２０２）及び１つのり
一フ・ノードＢ（２ｏ４）へ分割される。ルート・ノー
ド２００は、ルート／リーフ・ノード１７０ト同シテー
タ・セント・プロフィル１７２．！：ルート／中間イン
デックス構成要素２０５’ｉ含む。リーフ・ノードＡ（
２０２）はリーフ・ノード・チェーン２０６及びインデ
ックス構成要素２０８全含み、一方、リーフ・ノードＢ
（２０４）はり−フ・ノート・−ｆ−ｘ−ン２１０及び
インデックス構成要素２１２全含む。

リーフ・ノードＡ（２０２）及びリーフ・ノードＢ（２
０４）のインデックス構成要素２０８及び２１２は、第
４Ａ図におけるルート／リーフ・ノード１７０のインデ
ックス構成要素１７４（詳細については第４Ｂ図のイン
デックス構成要素１８０ｉ参照のこと）と同じ情報を保
持する。第５Ａ図の例では、インデックス構成要素１８
０は２つのインテックス構成要素２０８及び２１２に分
割されており、ページＮ１及びその前にあるすべてのペ
ージのインデックス°エントリがリーフ・ノードＡ（２
０２）のインデックス構成要素２０８に記憶されるのに
対し、ページＮ２ないしＺ（当該文書の最終ベージ）の
インデックス・エントリはリーフ・ノードＢ（２０４）
のインデックス構成要素２１２に記憶される。このこと
は、ページＮトインデックス・エントリ１８２がインデ
ックス構成要素２０８中の最後のインデックス・エント
リであり、そしてページＮ２・インデックス・エントリ
１８４がインデックス構成要素２１２中の最後のインデ
ックス・エントリであることを暗示する。

この例では、ページＺは当該文書の最終ページであるか
ら、ページＺ・インデックス・エントリ２１４はインデ
ックス構成要素２１２の最後のインデックス・エントリ
である。

第５Ａ図及び第５Ｂ図に示されたインテックス構造に、
ｃｎば、所望のページに対するリーフ・ノード全速かに
選択することができる。ルート・ノードのインデックス
構成要素を探索し且つ所望のページのキーを各インデッ
クス・エントリのキーと比較する間、所望のページのキ
ーよりも大きいページ・キー全保持するルート・ノード
２００中の最初のインデックス・エンｉ　ＩＪは、所望
のページ（但し、当該技術文書中に存在するものとする
）を探し出すに必要なインデックス・エンドりを保持す
べき特定のリーフ・ノード全参照する。

一般にスクローリングと呼ばれるような文書の順次印な
表示又は訂正を容易にするために、リーフ・ノード・チ
ェーンが設けられている。これによれば、衣示点又は訂
正点が適切なリーフ・ノードのインデックス構成要素の
終りで参照されるレコードに到達する場合は、当該文書
のルート・ノードを参照することなく次位（又は前位）
のリーフ・ノードを探し出すことができる。リーフ・ノ
ードＡ（２０２）のリーフ・ノード・チェーン２０６は
２つの論理セクタ番号（ＬＳＮ）、即ち前位リーフ・Ｌ
ＳＮ　　２１６及び次位リーフ・ＬＳＮ　　２１Ｅｌ含
む。第５Ａ図の例では、リーフ・ノードＡ（２０２）は
当該文書の第１ページに対するインデックス・エントリ
を保持するので、その前ａＩＪ−フは存在しない。従っ
て、その前ａ　ＩＪ−フ・ＬＳＮ　　２１６は、ＳＡＭ
ルーテン４４によって無効な論理セクタ番号として認識
されるような１直にセントされる。リーフ・ノードＡ（
２０２）の次位リーフ・ＬＳＮ　　２１８は、リーフ・
ノードＢ（２０４）の論理セクタ番号を保拉する。

同様に、リーフ・ノードＢ（２０４）のリーフ・ノード
・チェーン２１０にある前位リーフ・ＬＳＮ　２２０は
リーフ・ノードＡ（２０２）の論理セクタ番号を保持す
る。また、リーフ・ノードＢ（２０４）は当該文書の最
終ページに対するインデックス・エンドｌＪ’を保持し
ているので、次位リーフ・ＬＳＮ　　２２２は無効な論
理セクタ番号を保持する。

ルート・ノード２００は、当該データ・セットのインデ
ックスの開始点である。従って、ルート／中間インデッ
クス構成要素２１６のインデックス・エントリは、記憶
ボリュームに置かれタリーフ・ノードＡ（２０２）及び
リーフ・ノードＢ（２ｏ４）ｋ探し出すことを可能にす
る。リーフ・ノードＡ（２０２）ては、ベージＮトイン
デックス・エントリ１８２はリーフ・ノードＡ（２０２
）によって参照される最終ページを参照する。

このことは、ページＮトキー１８６（第４Ｂ図）がイン
デックス構成要素２０８中で最大のキーであること全意
味する。従って、これはリーフ・ノードＡ（２０２）の
ノ・イ・キーと呼ばれる。同様に、リーフ・ノードＢ（
２０４）のページＺ・インデックス・エントリ２１４に
置かれたキーはそのインデックス構成要素２１２中のい
ずれのキー工りも大きいので、このページＺ・キーかり
７フ・ノードＢ（２０４）のノ・イ・キーとなる。

第５Ｂ図は、ルート・ノード２００のルート／中間イン
デックス構成要素２１６を一層詳細に示す。

第５Ａ図の例では２つのリーフ・ノードが存在するから
、ルート／中間インデックス構成要素２１６にも２つの
インデックス・エントリが存在する。

リーフ・ノードＡのインデックス・エンドす２２４はペ
ージＮトキー１８６及びリーフ・ノードＡのＬＳＮ　　
２２６１ｃ含み、後者はリーフ・ノードＡ（２０２）の
論理セクタ番号を保持する。同様に、リーフ・ノードＢ
のインデックス・エントリ２ろ２には、ページＺ・キー
２２８及びリーフ・ノードＢのＬＳＮ２３０が含まれる
。

ここで、リーフ・ノードＡ及びＢのインデックス・エン
トリ２２４及び２３２は第６図のレコード記述子とは異
なり、し占−ドに関する情報やインデックス・ノードの
長さ全保持していない、ということを注意すべきである
。インデックス・ノードは常に単一の論理セクタであり
、そしてルート／中間インデックス構成要素２１６は常
にインデックス・ノード（第５Ａ図のリーフ・ノード）
全参照するから、これらのインデックス・ノードの長さ
は常に同じであシ、従って前述のような情報をインデッ
クス・エンドリカ・ら省略することができる。

所与のリーフ・ノードでは、既存のインデックス・エン
トリへ新しいページ又はレコードのインデックス・エン
トリ全挿入したり又は追加することが頻繁に起こる。従
って、新しいレコード又はべ・−ジを追加する場合には
、既存のリーフ・ノードのスペースが不足することがあ
る。このようにスペースか不足するリーフ・ノードは、
分割と呼ばれるＳＡＭ動作によって２つのリーフ・ノー
ドと置換されることになる。ルート・ノードのインデッ
クス構成要素は、分割前にはリーフ・ノードごとに１つ
のインデックス・エントリ（たとえば、リーフ・ノード
Ｂのインデックス・エントリ２６２）を保持する。分割
後には、このインデックス・エントリは２つのインデッ
クス・エントリ、即ち新しい２つのリーフ・ノードの各
々ごとに１つのインデックス・エントリによって置換さ
れねばならない、この動作は１つのルート・ノードを１
つのルート・ノードと２つのリーフ・ノードへ分割する
動作の搬なる拡張にすぎないので、以下ではその説明を
省略する。

操作員が非常に大きな文書を作成するためにグラフィッ
ク文字及び指令全記入すると、相当量のリーフ・ノード
が追加されることがあるが、このような場合にはルート
・ノードのインデックス構成要素２１６におけるスペー
スが足りなくなって、他のリーフ・ノードのインデック
ス・エントリ’に収容しきれなくなる。従って、この時
点でルートノード２０Ｃ１再び分割しなければならない
。

なぜなら、ルート・ノード２００はリーフ・ノードを参
照しているので、新しいリーフ・ノードを作成すること
ができないからである（リーフ・ノードはそのリーフ・
ノード・チェーンの外部にある他のリーフ・ノードを参
照しない）。その代わりに、中間ノードと呼ばれる他の
型のノードが作成されるのである。

第６図を参照するに、図示されたルート・ノード２４０
は第５Ａ図のルート・ノード２００に置換わったもので
あり、これは第５Ｂ図のものと同じ構造のルート／中間
インデックス構成要素２４２を含んでいる。しかしなが
ら、このインデックス構成要素２４２のインデックス・
エントリはリーフ・ノードの論理セクタ番号を保持する
かわりに、中間ノードＩ（２４４）及び中間ノードＪの
論理セクタ番号を保持している。中間ノードエ（２４４
）にはインデックス構成要素２４８があり、これはリー
フ・ノードＢ’（２５６’）、リーフ・イードＣ（２５
８）及びリーフ・ノードＤ（２６０）全参照するための
リーフ・インデックス・エンド１Ｊ２５０．２５２及び
２５４をそれぞれ含んでいる。インデックス構成要素２
４８中のインデックス・エントリは、第５Ｂ図に示した
リーフ・ノードＡのインデックス・エントリ２２４と同
じ構造を有する。中間ノードＪ（’２４６）中のインテ
ックス構成要素２６２は、インデックス構成要素２４８
と同様の構造を有する。

第６図の隣接するリーフ・ノード間の接続２６４は、第
５Ａ図の２０６及び２１０の如きリーフ・ノード・チェ
ーンを表わす。

従って、第６図に示された一般的なインデックス構造に
よれば、ＳＡＭルーチン４４は２つの異なる方法で、即
ち文書の表示又は訂正方法に応じて、所望のページ又は
レコードを探し出すことができる。たとえば、リーフ・
ノードＤ（’２６０）で参照される成るページの最初の
レコードを探し出すために、Ｓ　’Ａ　Ｍルーテン４４
はＤＡＳＤ　　２２からルート・ノード２４０ケ取出し
且つそのインデックス構成要素２４２を探索することに
より、中間ノードＩ（２４４）が該当する中間ノードで
あることを決定する。次いで、中間ノード■（２４４）
が記憶媒体力・ら取出され、そしてリーフ・ノードＤ（
２６０）が前述と同様に適切なリーフ・ノードとして選
択される。記憶媒体がらリーフ・ノードＤｃ２６０’）
’ｅ取出した後、所望のページのキーを探し出すために
リーフ・ノードＤ（２６０）のインデックス構成要素が
探索される。

一方、もし操作員がリーフ・ノードＣ（２５８）で参照
される最終レコードの終りにあって、テキストの次のレ
コード（リーフ・ノードＤで参照される）へのスクロー
ルを望んでいれば、記憶媒体上のリーフ・ノードＤ（２
６０）’！ｒ直接直接用すためにリーフ・ノードＣ（２
５８）中のリーフ・ノード・チェーンを使用することが
できる。即ち、この場合にはルート・ノード及び中間ノ
ード全再び取出したり、探索することは全く必要ないの
である。

第７図には、第１南のＳＡＭ内部制御ブロック（以下Ｕ
Ｃ８と略す）６２が別の参照番号２８０全付けて詳細に
図示されている。ＵＣ８２８０ハチバイス・ステータス
、動作ステータス及び制御情報全保持するとともに、デ
ータ・セット及び　　　−ボリューム・インデックスを
アクセス及び更新するためのバッファ領域金与える。こ
こで、ボリュームトハ、ワード・プロセシング・システ
ム１０へ接続された単一のディスケット又はハード・デ
ィスクの如きＤＡＳＤ　　２２’ｆｉ＝意味する。ワー
ド・プロセシング・システム１０の処理に利用可能な各
ボリュームは、それ自体のＵ・Ｃ８２８Ｃｌ有する。

デバイス・ステータス領域２８２は、ＤＡｓＤ２２に対
する実際のＩ１０動作全制御するために、ＳＡＭルーチ
ン４４によってｆ更用されるデータ及び制御情報を保持
する。またこの領域２８２は、キーストローク・サービ
ス・ルーテン３４からの要求を処理している間にアクセ
スすべき利用可能ナホＩＪニームを決定するために、Ｓ
ＡＭルーチン４４によって使用される。

ボリューム・データ・セット・インデックス２８４は、
アンカー（ａｎｃｈｏｒ）と呼ばれる第ルベルのボリュ
ーム・インデックスを保持する。データ・セット・イン
デックスが文書のページ及ヒレコードに対するインデッ
クスとして使用されると同様に、このボリューム・イン
デックスは利用可能なデータ・セットに対するインデッ
クスとして使用される。アンカーはメモリ２６に維持さ
れるが、これはボリューム上で成るデータ・セツＨ−探
し出さねばならない場合にＤＡＳＤ　　２２からの入力
動作を排除するためである。ボリューム・インデックス
中のキーがデータ・セントの型（例えば、テキスト文書
）及びデータ・セット名（第４Ａ図の１７６を参照）か
ら成る場合には、ボリューム上の成るデータ・七ツ）ｋ
探し出す動作はデータ・セット中の成るページを探し出
す動作に非常に似ている。

参照番号２８６．２８８及び２９０によって識別される
インデックス・ノード・バッファ１乃至７．３はバッフ
ァ領域であって、ＤＡＳＤ　２２との転送が行われてい
る間にデータ・セット・インデックス・ノード又はボリ
ューム・インテックス。

ノード全処理するために使用さ肚る。インデックス・ノ
ード・バッファ１乃至６の各々は、１つのインデックス
・ノードを保持することができる。

１以上のインデックス・ノード・バッファが設けられて
いるのは、インデックスの探索及び分割動作を容易にす
るためである。

ＵＣ８２８０の残りの領域は内部ステータス及び制御情
報を保持するとともに、中間口な種々の計算結果等を保
持するために使用される。この種の動作は本発明の要旨
に関係ないので、以下ではその説明全省略する。

第８図には、第１図のＳＡＭインタフェース制御ブロッ
ク５０が詳細に示されている。ＳＡＭルーテン４４によ
って与えられる動作のうち本発明に関係する動作は、ア
クセスに際しデータ・セットをオープンすること、ＤＡ
ＳＤ　２２からメモリ２６へ１以上のレコードを読取る
こと、そしてメモリ２６からＤＡ、ＳＤ、２２へ１以上
のレコードを書込むことである。

キーストローク・サービス・ルーチン３４によって要求
されるＳＡＭルーチン４４の各サービスごとに、１つの
記憶事象制御ブロック（以下５ＥＣＢと略す）６００が
必要である。実際に５ＥＣＢ　　３００に割振られるメ
モリ２６中の領域は、要求を行うキーストローク・サー
ビス・ルーチン６４によって決定される。第１図のチャ
ネル４６は、このようにして割振られた５ＥＣＢ　　３
００の領域ｋｓ　ＡＭルーチン４４へ渡すために使用さ
れる。

５ＥＣＢ　　３００では、要求された特定の動作を開始
するためにＳＡＭルーチン４４に必要なすべての情報を
見出すことができる。指令及びオプション指示領域６０
２は要求された主要な動作指令（例えば、レコード読取
り）を指示するとともに、当該要求を修正しうる指令オ
プション（例えば、このサービス要求中に多重レコード
又は単一レコードのいずれが処理されるべきであるかと
いうこと）を指示する。指令及びオプション指示領域６
０２は、特定の指令全処理すべきＳＡＭサービス・ルー
チン音生ずるために使用される。

領域３０４は記憶アクセス制御ブロック（以下５ＡＣＢ
と略す）ろ０６の位置を保持する。５ＦＣＢ　ろ００と
同様に、５ＡＣＢ　　５０６へ実際に割振られるメモリ
２６中の領域はキーストローク・サービス・ルーテン６
４によって選択される。

データ・セットのアクセスに関連するすべての指令（オ
ープン１　レコード読取り、レコード書込み等）は、有
効な１つの５ＡＣＢ　　３０’６’に必要とする。ＳＡ
Ｃ’Ｂ　　ろ０６中のデータ・セット制御及ヒステータ
ス領域６０８は、アクセスすベキデータ・セットのステ
ータス及び制御情報を保持するとともに、５ＡＣＢ　６
０６自体のステータス情報をも保持する。ルート・ノー
ド・バッファろ１０はオープン指令が成功裡に完了した
とき当該データ・セットのルート・ノードを保持し、か
くて当該データ・セットのアクセスに備えてこのデータ
・セット及びＵＣ８２８ｏ金準備させる。

レコード・バッファ記述子ろ１２は、描該デーり・セン
トのレコードをバッファするために使用されるレコード
・バッファのメモリ２６における位置を指示する。レコ
ード・バッファの１例としては、第１図のテギスト記憶
バッファ（Ｔ　Ｓ　１３　）２８がある。またレコード
・バッファ記述子６１２は、当該指令の処理中にレコー
ド・バッファに割振られるメモリ２６の量（レコード・
バッファの長さ）を指示する。レコード長バッファ記述
子３１４はメモリ２６中のバッファに関する同様の情報
を与゛えるが、これは多重レコードの処理が要求された
場合にＳＡＭルーテン４４によって処理される個々のレ
コードの長さを指示する。

初期レコード記述子３１６は、選択されたレコードを転
送するために、当該データ・セントの適切なリーフ・ノ
ードにおける適切なインデックス・エンドＩＪ及びレコ
ード記述子を探し出すのに必要な情報を保持する。初期
レコード記述子３１６は、適切なページを選択するため
にそのページ・キーの位置及びこのページにおけるレコ
ードの相対レコード番号を保持する。こで第３図を再び
参照するに、例えば図示されたページ１１２４）の第６
レコード１６４をアクセスするためには、キーはページ
トキー１４６と等しくなければならず、そして相対レコ
ード番号は２でなければならない。

レコード読取り又はレコード書込み指令が指定キワ、そ
して多重レコードの処理が要求されたことかオプション
指示によって示される場合、多重レコード・カウント・
バッファ３１８はこれらのレコードの数全指定する。こ
れらのバッファのうち１つのバッファは、当該動作が終
了する前にＳＡＭルーチン４４がエラーなしで処理しな
ければならないレコードの最大数を保持する。他のバッ
ファは、当該動作が終了する前に実際に処理されたレコ
ードの数をキーストローク・サービス・ルーチン６４へ
通知するために、ＳＡＭルーチン４４によって使用され
る。

レコード・バッファとＤＡＳＤ　　２２との間で多重レ
コードを転送する場合、１以上のページから複数のレコ
ードを転送することがありうる。各ページ中のレコード
の数はそのページの現状態に依存するから、レコードと
ページの対応関係を指示する手段が必要となる。この対
応関係の指示は、実際には転送キー・バッファ６２０を
介して行われる。転送キー・バッファ３２０は、レコー
ド・バッファ中のレコードのうち各ページの第ルコード
に相当するレコードごとに１つの転送キー・エントリろ
２２を保持する。転送キー・エントリ３２２中の転送キ
ー３２４は当該レコードのページ・キーであり、そして
相対レコード番号（ＲＲＮ）３２６はこの転送キー６２
４が関係するし・コード・バッファ中の相対レコードを
識別する。ＤＡＳＤ　　２２に記憶された文書では、各
ページの第ルコードの相対レコード番号は０である。し
かしながら、転送キー・エントリ６２２中の相対レコー
ド番号ろ２６は、メモリ２６に設けられたレコード・バ
ッファ中の相対レコードを識別する。

複数の転送キー・エン）　’Ｊ　３２２は、その相対レ
コード番号６２６の昇順で転送キー・バッファ６２０に
置かれている。さらに、成るレコードは当該文書中の１
つのページにし力・属することができないので）転送キ
ー・バッファ３２０中の相対レコード番号６２６は単一
の指令要求全処理している間は一意的でなければならな
い。かくて、高々１つノ転送キー・エントリろ２２が相
対レコード番号６２６のＩｆｆ　Ｏを有するのにすぎな
いのであって、もし成る転送キー・エンドＩＪ　３２２
がその相対レコード番号６２６として値ｏ１有するなら
ば、こレバ転送キー・バッファ３２０中の最初のエント
リでなければならない。転送キー・バッファ３２０の位
置及び長さは、５ＥＣＢ　　３００中の転送キー・バッ
ファ記述子３２８で見出される。

第９Ａ図及び第９Ｂ図には、アクセスに際しデータ・セ
ラトラオーブンすることに関係する本発明の論理的動作
が流れ図の形式で示されている。

第９Ａ図にはインデックス垂直スキャン動作が示されて
おり、この動作ではインデックスの最高レベル（ルート
・ノード）かう最低レベル（ＩＪ−７・ノード）ヘスキ
ャンすることにより指定されたキー瞳に該当するインデ
ックス・エントリが探索される。この手順は、インデッ
クス垂直スキャン・サービス・ルーチン・ステップ３３
０で開始スる。ステップ６３１では、ｓＡＭ制御ブロッ
ク５０又は６２に置かれた現ノードの、インデックス構
成要素中のインデックス・エントリが探索される。

オープン指令については、最初のインデックス・ノード
はＵＣ８２８０のボリューム・データ・セットインデッ
クス２８４に置かれたアンカー・ノードである。現イン
デックス・ノードで適切なインデックス要素が探し出さ
れ１ζ場合、このインデックス・ノードがリーフ・ノー
ド（ルート／リーフ・ノードはリーフ・ノードであると
みなされる）であるか否かを決定するために、このイン
デックス・ノードの型がステップろ３２でテストされる
。もし現ノードがリーフ・ノードでなければ、このイン
デックスの他のレベルが探索されねばならない。ステッ
プ６３６では、現ノードで選択されたインデックス・エ
ントリ中の論理セクタ番号（ＬＳＮ）を使用して下位レ
ベルのノードが取出され、これに続いてステップ３３１
が反復される。

もし現インデックス・ノードかリーフ・ノードであれば
、ステップ６ろ５ではキーが一致するか否かがテストさ
れる。もし入カキ−が選択されたインデックス・エント
リ中のキーと一致しなければ、キー不在信号がステップ
３ろ６中の戻すコードを介して戻され、かくて次の垂直
スキャンが必要となるまでこの手順はステップろろ８で
完了する。戻りコードは当該技術分野では周知であるば
かりか、本発明の要旨にも関係ないので、以下ではその
説明全省略する。

もし所望のページ・キーとの一致が見出されたならば、
ステップ′５４０における他の手順によって使用するた
めに、そのインデックス要素のｌ１ｆｆ置がＳＡＭ内部
制御ブロック６２中のデータ領域へ転送される。ステッ
プ３４１ではキー存在信号が戻され、続いてステップ６
６８でこの手順か終了する。

第９Ｂ図には、アクセスに際しデータ・セットをオープ
ンするＳＡＭ指令に関係する本発明の論理的動作が流れ
図の形式で示されている。この手順は、ステップろ５Ｄ
のオープン・ルーチンで開始する。インデックス垂直ス
キャン手順は、ステップ３５２で行われる。この手順に
必要なキーは、データ・セット名及びオープンすべきデ
ータ・セットの型である。ＳＡＭ制御制御クロック中初
のインデックス・ノードは、ボリューム・データ・セッ
ト・インデックス２８４におけるアンカー・ノードとし
て指定される。この手順の戻りコードは、当該データ・
セットがボリューム上で探し出されたか否かを決定する
ために、ステップ３５３でテストされる。もし見出され
なければ、ステップ６５５はボリューム上でデータ・セ
ラ・トか見出されなかったことを通知するように戻り４
ゴードを設定する。かくて、アクセスに際しデータ・セ
ット會オープンするための次の要求がＳＡＭルーテン４
４へ与えられるまで、この手順はステップ６５７で終了
する。

もしボリュームのデータ・セット・インデックスを垂直
スキャンすることによって候補となるデータ・セットの
ルート・ノードが探し出されたならば、このルート・ノ
ードはステップ３６０でＳｐ、ＣＢ　　３０６のルート
・ノード・バッファ６１０へ取出される。ステップろ６
１では、ルート・ノード１７０（第４Ａ図参照）中の実
際のデータ・セット名１７６をチェックすることによっ
て、データ・セットの一致検査が完全に行われる。もし
ステップ３６２でこのデータ・セットが所望のものでな
いことが決定されるならば、ステップ６５５では前述の
ようにこのデータ・セットがボリューム上に存在しない
ことが通知され、そしてステップ３５７でこの手順が終
了する。

もし探し出されたデータ・セットが所望のものであれば
、ステップ３６４ではこれがオープンされた有効なデー
タ・セットであること及びこのデータ・セットの型を指
示するように、Ｓへ〇Ｂ３０乙のデータ・セット制御及
びステータス領域３０８がセットされる。ＵＣ８２８０
中のデバイス・ステータス領域２８２はオープンされた
データ・セラトラ指示するようにセットされ、かくてワ
ード・プロセシング・システム１０へ挿入すれる特定の
ディスケット又はノ・−ド・ディスクのために物理ＤＡ
ＳＤ　　２２に予約する。ステップ６６７は、当該オー
プンを要求したキーストローク・サービスに対し、デー
タ・セットがオープンされて以後のアクセスに利用可能
であることを指示する。

ＳＡＭルーチン４４に対する１つのインタフェース規則
は、一旦成るデータ・セットがそのアクセスのためにオ
ープンされると、対応するクローズ指令が要求されるま
で、ルート・ノードを有する５ＡＣＢ　　３０６はＳＡ
Ｍ／Ｌ’−テンに対し継続的に利用可能でなければなら
ない、というものである。また５ＡＣＢ　　ろ０６は、
メモリ２６におけるその最初の位置からメモリ２６中の
他の位置へ移動されてはならない。このことは、ＳＡＭ
ルーチン４４による当該データ・セットのアクセス動作
のために、ルート・ノード１７０のコピーがメモリ２６
で利用可能であることを意味する。各データ・セットの
任意のアクセスにおいては、このルート・ノードは所望
のレコード全裸し出すために探索しなければならないよ
うな最初のインデックス・ノードである。このように、
５ＡＣＢ３０６のルート・ノード・バッファろ１０でル
ート・ノードを利用可能にすると、ＤＡＳＤ　　２２か
らの少くとも１つのセクタ取出動作を排除することがで
きるので、これによりデータ・セラトラアクセスする動
作の性能全改良することができるようになる。もしデー
タ・セットが十分に小さくてそのインデックス全体を１
つのルー計／リーフ・ノードに保持することが可能であ
れば、ボリューム上でレコードを探し出すためにＤＡＳ
Ｄ　　２２からの入力動作を行うことは不要となる。

第１０Ａ図乃至第１０Ｃ図には、レコード読取指令に関
係する本発明の論理的動作が流れ図の形式で示されてい
る。

第１０Ａ図はレコード読取サービスの手順を示し、この
手順はレコード読取サービス・ルーチン・ステップ５７
０で開始する。ここで、読取るべきレコードは他の手順
によって探し出され、そしてそのレコード・インデック
ス・エントリの位置を当該手順へ通知したものと仮定す
る。ステップ６７１では、取出すべきレコードの長さが
、５ＥＣＢ　　３００中のレコード・バッファ記述子３
１２によって指定されたレコード・バッファの残存スベ
、−ス量と比較される。もしステップ′５７２及び６７
４のテストによって当該レコードが残存スペースに適合
しないことがわかれば、ステップろ７６中の戻りコード
によってレコード・バッファの充満状態が通知され、そ
して次のレコード読取要求までこの手順の動作がステッ
プ６７８で終了する。ステップ３７２及び６７４のテス
トが行われる理由は、ＳＡＭルーチン４４が部分レコー
ドの書込み金許さないので、レコード読取指令のオプシ
ョンとして多重レコードの処理が要求された場合は、レ
コード読取機能により当該レコード全体をレコード・バ
ッファへ転送しなければならない、という点にある。

もしステップ６７４のテストによって多重レコードの処
理が要求されていないことがわかれば、当該レコードか
ら取出すべきデータの長さはステップ６７６でレコード
・バッファ中の残存スペースの長さと等しくセットされ
る。さもなげ扛は、即ちステップ３７２のテストにより
レコード・バッファ中の残存スペースが当該レコードの
全体を保持するに十分であることがわかれば、当該レコ
ードから取出すべきデータの長さは当該レコード全体の
長さに等しくセットされる。

ステップ３８０では、ＤＡＳＤ　　２２からレコード・
バッファへ当該レコードが取出される。この時点で、レ
コード・バッファ中の残存スペースを表わす内部指示は
、記憶ボリュームから取出されたデータの長さだけ減少
される。

レコード・インデックス・エントリは、当該レコードが
成るページの第ルコードであるか否かを決定するために
、ステップ３８１で検査される。

もしこのレコードが成るページの第ルコードで々けわば
、この手順ではそれ以上の処理は必要ない。レコード読
取りの成功はステップ３８５で戻シコードとして通知さ
れ、そして前述のようにステップ３７８でこの手順が終
了する。もし、当該レコードが成るページの第ルコード
であるとステップ３８１で決定されたにも拘わらず、キ
ーストローク・サービス・ルーチン６４によって転送キ
ー・バッファが与えらｉなかつたこと’１ｓＥｃＢ　　
３００中の転送キー・バッファ記述子６２８がステップ
６８５で通知するならば、この手順は前述のようにステ
ップ６８６及び６７Ｂを通して終了する。

もし転送キー・バッファが与えられておυ、そして転送
キーを記憶すべきであれば、該バッファ中の残存スペー
スが十分であるか否かを決定するために、ステップ３８
７ではこの残存スペースが転送キー・エントリの長さと
比較される。もしこの残存スペースが不十分であれば、
この手順は前述のようにステップ６７６及び６７８を通
して終了する。

もし転送キー・バッファ中にこの転送キー・エントリを
保持するに十・分なスペースがあれば、とのエントリは
ステップ３８８で転送キー・バックアヘコピーさ肚る。

次いで、この手順はステップ６８ろ及び６７８を通して
前述のように終了する。

レコード読取指令サービスに使用される他のサービス・
ルーテン手順は次のレコード検索手順であり、これは第
１０Ｂ図に示されている。この手順は次のレコード・サ
ービス・ルーチン・ステップ６９０で開始する。もしス
テップ６９１で多重レコード処理のオプションが要求さ
ねていないことがわかれば、ステップ６９５の戻りコー
ドによって読取完了が通知されるので、次のレコード検
索要求が生ずるまでこの手順はステップ３９５で終了す
る。

もし多重レコード処理が要求さｒ′ｌ−たならば、実際
に処理さ扛たレコードのカウントがステップｉ９７で増
大される。もしステップ６９８の比較により最大数のレ
コードが既に転送されたことがわかれば、この手順は前
述と同様にステップ６９５及び６９５全通して終了する
。さもなければ、ステップ４００で現リーフ・ノード中
の次のレコード・インデックス・エントリを検索するこ
とが行われる。もしステップ４０１で決定されるように
後続のレコード・インデックス・エントリがあれば、ス
テップ４０３の戻りコードによって読取継続が通知され
、そしてこの手順は前述のようにステップ６９５で終了
する。

もし現リーフ・ノードにそれ以上のエントリがなければ
、現リーフが当該データ・セットの最終レコードのイン
デックス・エントリを保持するか否かを決定するために
、リーフ・ノード・チェーン２０６（第５Ａ図）の次位
リーフ・ＬＳＮ　　２１８がテストされる。もしこの次
位リーフ・ＬＳＮ　２１８が現記憶ボリューム上で無効
なＬＳＮ値を保持しているならば、データ！セットの終
り（所謂ファイルの終りと同義）がステップ４０９で通
知され、そしてこの手順がステップろ９５で終了する。

最後に、もし現リーフ中にもはやそれ１以上のインデッ
クス・エントリが存在せず、次位リーフ・ノードだけが
存在するのであれば、該リーフ・ノードがステップ４０
９でＵＣ８２８０中の１つのインデックス・ノード・バ
ッファへ取出され、読取継続がステップ４０５で通知さ
れ、そしてこの手順がステップ６９５で終了する。

第１ＤＣ図に示した読取制御手順は、レコード読取指令
の処理を制御するためのものである。まず、ステップ４
１１では多重レコード処理のオプションが要求されてい
るか否かがテストさ扛、そのテスト結果に応じて、内部
的な最大レコード・カウントは５ＥＣＢ　　５００中の
多重レコード・カウント・バッファ６１８からセットさ
れるか（ステップ４１２）又は定数１に等しくセットさ
れる（ステップ４１６）。次に、実際に処理され之レコ
ードのカウントがステップ４１５でＯに初期設定され、
続いて処理すべき最初のレコード・インデックス・エン
ドｌ）の位置を決定するためにステップ４１７でインデ
ックスの垂直スキャンが行われる。もしステップ４１８
のテストによって要求レコードの不在が決定されるなら
ば、インデックス垂直スキャン手順からの信号がステッ
プ４２０の戻りコードとして通知され、かくてキースト
ローラ　サービス　ルーチン３４からの次の要求がＳＡ
Ｍルーチン４４によって受取られるまでこの手順はステ
ップ４２２で終了する。

もしステップ４１８で決定されるように最初のレコード
が探し出さ肚たならば、ステップ４２４でレコード読取
手順が行われる。この結果はステップ４２５でチェック
される。もしこのレコードが適正に読取られなかったな
らば、レコード読取手順から戻される信号がステップ４
２７で通知され、かくて前述と同様にステップ４２７で
この手順が終了される１、 もしこのレコードが適正に読取られたならば）ステップ
４２９で次のレコード検索手順が行われる。もしステッ
プ４６０の読取継続信号により次のレコードを読取るべ
きであることが決定されるならば、前述のように次のレ
コードがステップ４２４で読取られる゛。さもなければ
、次のレコード検索手順から戻される信号が戻りコード
として与えられ、そしてこの手順はステップ４２２で終
了する。

かくて、第１０Ａ図乃至第１０Ｃ図は、成るデータ・セ
ットから複数の順次レコードを読取る際の性能を改良す
るために、通常のレコード読取サービス手順をどのよう
に拡張できるかということを示す。インデックス・ノー
ドがアクセスされるのは現リーフ・ノード中の指定レコ
ードの処理が完了した場合だけであり、その後は次のリ
ーフ・ノードが直接的にアクセスされるにすぎない。こ
れは次に説明するような性能上の改良に結びつく。

即ち、２レベルのデータ・セット・インデックス（ルー
ト・ノード及びリーフ・ノード）を仮定するものとすれ
ば、多重レコード処理のオプションを選択した場合には
、各レコード読取りごとにＤＡＳＤ　　２２からの１つ
の入力動作を排除するととができるのである。単一レベ
ルのデータ・セット（ルート／リーフ・ノードのみ）に
ついては、第９Ａ図及びｉ９Ｂ図に示したデータ・セッ
トのオープン手順を仮定すると、多重レコード処理と比
較した場合の単一レコード読取りの性能は両者とも同じ
である（性能の測定項目としてＩ１０動作を１更用する
場合）。しかしながら、第６図に示すように、複数のリ
ーフ・ノード、複数の中間ノード及び１つのルート・ノ
ードラ有スる６レベルのデータ・セットについては、各
レコード読取りごとに最大２つのＩ１０動作全排除する
ことができる。６レベルのデータ・セントとしては、た
とえば数千種類にも及ぶ漢字の文字フオンｒｉ保持する
ためのデータ・セットがある。このようなデータ・セン
トに使用する場合には、その読取動作の性能がワード・
プロセシング・システム１０の性能にもろに影響する。

というのは、操作員か、キーボード１２を介してテキス
ト記憶ノくツファ（ＴＳＢ）２８へ記入したテキスト’
にディスプレイ２０に表示するためには、データ・セッ
トからこれらの文字フォント・レコードを読取ることが
必・要となるからである。

前述のような環境では、第９Ａ図乃至第９Ｃ図の手順は
非常に小さ寿データ・セット、りとえば複製の如き順次
動作の性能がさほど問題とならないようなデータ・セッ
トにつ（・では性能ゲインは殆んどないが、性能の改良
か最も必要な大きなデータ・セットについては相当な性
能ゲインを可ＮＵにする。この性能ゲインは、メモリ２
６中のインタフェース・バッファ・スペース−に拡大１
こ、！：を代償として得られるものである。しかしな力
Ｓら、ワード・プロセシング・システム１０では、多重
レコードの処理によって性能か改良される場８￥には、
メモリ２６中で利用可能なスペースは追加）くツファの
要請全容易にサポートするのが普通である。

順次レコードの読取りに対するＳへＭ／レーテン４４の
手順を示す第１ＯＡ図乃至Ｈｉｏｃ図に対応して、第１
１Ａ図乃至第１１Ｅ囚にはレコード書込指令の処理に関
係する本発明の論理的動作力玉流れ図の形式で示されて
いる。第１１Ａ図乃至第１１、Ｅ図は、成るデータ・セ
ットへ複数のレコードを挿入する１つの例を示す。

まず全体的な書込制御手順を示す日口へ図を参照するに
、この手順は書込制御ル−テン・ステ：、／プ４４Ｄで
開始する。ステップ４４１では多重レコード処理のオプ
ションが要求されているか否かがテストされ、そのテス
ト結果に応じて、内部的な最大レコード・カウントは５
ＦＣＢ　　３００中の多重レコード・カウント・バッフ
ァ６１８からセットされるか（ステップ４４２）、又は
定数１に等しくセットされる（ステップ４４３）。次に
、処理された実際のレコードのカウントがステップ４４
５で０に初期設定され、そしてステップ４４７でインデ
ックス垂直スキャン（第９Ａ図参照）を行うことによっ
て変更又は挿入すべき最初のインデックス要素に相当す
るインデックス・エントリの位置が探し出される。もし
ステップ４４８のテストにより要求されたレコードの挿
入点が見出されなかったことがわかれば、インデックス
垂直スキャンから戻される信号がステップ４５０で戻り
コードとして与えられ、そしてこの手順はキースト「−
り・サービス・ルーチン６４からの次の要求がＳＡＭル
ーチン４４によって受取られるまでステップ４５２で終
了する。

もし最初の挿入点が適正に探し出されたならば、レコー
ド・バッファ中のレコードがステップ４５４で記憶ボリ
ュームへ書込まれる。続くステップ４５６では、レコー
ド書込手順によって構成されたインデックス・エントリ
更新値ヲこのインデックスへ挿入することが行われる。

もしステップ４５７で挿入エラーが検出されたならば、
インデックス・エンドＩＪ挿入手順によって通知された
エラーがステップ４５９全介して供給され、かくてこの
手順は前述と同様にステップ４５２で終了する。

もしインデックス・エントリの挿入が成功すれば、レコ
ードの実際のカウント及び最大力ワントか比較される。

もしすべての指定レコードが書込まれたならば、書込完
了がステップ４６３の戻りコードによって通知され、ぞ
してこの手順は前述のようにステップ４５２で終了する
。もしボリュームに書込むべきレコードがまだ残ってお
れば、次のレコードがステップ４５４で前述のように書
込まれる。

次に、レコード書込手順を示す第１１Ｂ図全参照するに
、この手順はレコード書込サービス・ルーテン・ステッ
プ４７０で開始する。ステップ４７１では書込むべき現
レコードがレコード・バッファで探し出され、ステップ
４７２では現レコードの長さが探し出される。多重レコ
ード処理が要求された場合、この現レコードの長さを探
し出す動作には、既に処理されたレコードの数を使用し
てレコード長バッファ中のオフセラ１１発生することが
含まれる。次いで、現レコードはステップ４７３で記憶
ボリュームへ書込まれる。然る後、成るリーフ・ノード
へ挿入すべきレコード・インデックス・エントリがステ
ップ４７４で構成される。

ステップ４７５では、有効な転送キー・バッファが存在
するか否かを決定するために、５ＢＣＢ３００中の転送
キー・バッファ記述子６２８がテストされる。もし存在
しなければ、この手順は次のレコード書込要求までステ
ップ４７７で終了する。さもなければ、ステップ４７９
で現在の転送キー・エントリが探し出される。

ステップ４８０では、転送キー要素がこのようにして書
込まれた現レコード全参照するものであるか否かを決定
するために、転送キー・ノくソファ３２０中の相対レコ
ード番号（ＲＲＮ）３２６が既に処理されたレコードの
数と比較される。もし両者が一致しなければ、この手順
は前述のようにステップ４７７で終了する。さもなけれ
ば、転送キー・バッファ３２０中の転送キー６２４のコ
ピーがステップ４７４で構成されたインデックス・エン
ドＩＪへ挿入される。最後に、次の転送キーがステップ
４８４で探し出されるが、これはこの手順をステップ４
７７で終了させる前に書込むべき次のレコードを準備し
ておくためである。

挿入手順を示す第１１ＣＩＤ’ｅ参照するに、この手順
は挿入サービス・ルーチン・ステップ４９’（３で開始
する。ステップ４９１では、キーの存在を決定するため
に挿入エンドＩＪがチェックされる。

もしこのエントリにキーがあれば、ステップ４９ろでは
この挿入点の前後にあるキーが取出され、そしてステッ
プ４９６ではこれらのキーが挿入エントリ・キーと比較
される。これは前のキーが挿入エントリ・キーより小さ
く且つ後のキーが挿入エントリ・キーより大きいことを
確認するために行われる。こうすることにより、当該デ
ータ・セットの複数のキーが一意的であって、しかもイ
ンデックス・ノード中で適正に順序づけられていること
を確認することができる。ここで、かかる比較動作はリ
ーフ・ノードへ挿入を行う場合にのみ必要となるにすぎ
ないことを注意すべきである。

というのは、上位レベルのノード（中間ノード又はルー
ト・ノード）にあるキーは、リーフ・／　−ド中のハイ
・キーから導かれるがらである。もしステップ４９５に
おいてこのキーがリーフ・ノード中の現挿入点に対し有
効でないことがわかれば、ステップ４９７の戻りコード
によって挿入キー・エラーが通知され、かくてこの手順
は次の挿入要求が受取られるまでステップ４９９で終了
する。

もし挿入すべきキーが有効であるか、又はインデックス
・エントリ中にキーが存在しなければ、インデックス・
ノード中の残存スペースがステップ５０１でチェックさ
れる。もし挿入エントリ全保１寺するに十分なスペース
があれば、このエントリはステップ５０３で挿入される
。さもなければ、現ノードを分割して挿入スペースを作
るために、ステップ５０５で分割手順が行われる。分割
手順は、その動作の一部として、挿入全も行う。

ステップ５０７では、当該ノードへ新しいノ・イ・キー
が挿入されたか否かを決定するために、挿入点がチェッ
クされる。もし挿入されていなければ、ステップ５０９
の戻りコードによって挿入成功が通知され、そしてこの
手順はステップ４９９で終了する。もし現ノードの・・
イ・キーがこの挿入によって変更されたならば、現ノー
ドを直接的に参照するインデックス・エントリを保持す
る工うな上位レベルのノードがステップ５１１で取出さ
オｔ１そしてステップ５１２ではこのインデックス・エ
ントリを探し出すために該ノードが探索される。このイ
ンデックス・エントリはステップ５１６で削除される。

上位レベルのノードで挿入を行うために、この挿入手順
はそれ自体に対し要求を行う。この型の手順は、再帰的
手順として知られている。ルート・ノードのハイ・キー
はそれよりも上位レベルのボリューム・インデックスに
は影響しないから、ルート・ノードが以前に分割されて
いなけ２ｔばその分割後に、この手順の呼出しが結局完
了されることになる。再帰的な挿入要求が終了した後、
現要求は前述のようにステップ４９９で終了する。

レコード書込指令サービスに使用されるもう１つのサー
ビス・ルーチン手順は分割手順であって、これは第１１
Ｄ図の流れ図に示されている。この手順は分割サービス
・ルーチン・ステップ５２０で開始する。ステップ５２
１では、ルート・ノードが分割されようとしているのか
否かを決定するために、分割の対象として指定されたノ
ードの型がテヌトされる。もしこれがルート・ノードで
なければ、ステップ５２２で非ルート分割手順が行われ
、かくてこの手順は次の分割要求が受取られるまでステ
ップ５２４で終了する。

もしルート・ノードが分割されようとしているのであれ
ば、これはルート／リーフ・ノードであるか否かを決定
するためにステップ５２６でチェックされる、このテス
ト結果に応じて、新しい１つのリーフ・ノード又は新し
い１つの中間ノードが作成される。この新しいノードは
現ルートのすべてのインデックス要素を保持する。これ
に必要な挿入は新しいノードを作成する動作の一部とし
て行われる。新しいノードを１つだけ作成するのは、デ
ータ・セットのグロフィルがルート　７　　ｒすしたけ
存在するという理由による。これらのインデックス要素
全中間ノード又はリーフ・ノードへ転送すると、ワード
・プロセシング・システム１０では度々生じうるような
、最大の単一更新値全保持するに十分なスペースを作成
することができる。

このようにして新しいノードが作成されると、これはス
テップ５ろ０で記憶ボリュームに記憶される。次いで、
新しいエントリがルート・ノードのインデックス構成要
素における唯１つのエントリとして記憶される。ステッ
プ５３５でルート・ノードの制御情報を更新（たとえば
、インデックス中のレベルの数を増大）した後、この手
順は前述のようにステップ５２４で終了する。

最後のサービス・ルーテン手順は非ルート分割手順であ
り、これは第１１Ｅ図の流れ図に示されている。この手
順は非ルート分割サービス・ルーテン・ステップ５４０
で開始する。この手順は、以前に１つのノードだけが存
在していた現レベルに２つのノードを作成しなければな
らないので、ステップ５４１では現ノードのインデック
ス構成要素が２つの新しいインデックス・ノードに分割
される。ステップ５４２では挿入エンド１７が処理され
、ステップ５４６では新しいノードがボリュームに書込
まれる。

ステップ５４５では、リーフ・ノードが分割されようと
しているのか否かを決定するために、ノード・レベルが
チェックされる。もしそうであれば、隣接ノードのチェ
ーンがステップ５４７及び５４８で更新される。左リー
フ、右リーフ及びチェーンの例については、第６図を参
照されたい。

もし前述のステップでリーフ・ノードＣ（２５８）が分
割されようとしているのであれば、リーフ・ノードＢ（
２５６）が左リーフとなジ、リーフ゛ノードＤ（２６０
）が右リーフとなる。第５Ａ図は、前位リーフ・ＬＳＮ
、２１６及び次位リーフ・ＬＳＮ　　２１８ｉ有するリ
ーフ・。ノード・チェーン２０６を示している。

第１１Ｅ図を再び参照するに、ステップ５５０では２つ
のノードに対する新しいインデックス・エントリが構成
される。ステップ５５２では、分割された現ノードを直
接的に参照するようなインデックス・エントリ全保持す
る一層上位のインデックス・ノードが取出され、続くス
テップ５５４では不要となったエンド１７が削除される
。最後の動作としては、新しいインデックス・エントリ
を一層上位のノードへ（必要に応じて分割を行いつつ）
挿入するために、挿入手順が行われる。

以上詳述したように、本願に従った方法及び装置は、テ
キスＨ−ディスケット又はノ・−ド・ディスクへ記憶し
、このテキスト訂正再び呼出すとともに、ボリュームの
データ・セット・インデックスを管理するように編成さ
れているので、通常のテキスト訂正、文書の複製、漢字
をディスプレイ上に表示するために使用される文字フォ
ントの取出しの如き種々の機能に対する性能を改善する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明全実現したワード・プロセシング・７ス
テムのブロック図、第２図は第１図のプロセッサを詳細
に示すブロック図、第６図はディスケット又はハード・
ディスクの如き直接アクセス記憶デバイスに置かれた文
書（データ・セット）中のテキストの編成に示す図、第
４Ａ図及び第４Ｂ図はルート／リーフ・インデックス・
ノードだけを含む比較的小さなデータ・セットに対する
データ・セット・インデックスを示す図、第５Ａ図及び
第５Ｂ図は１つのルート・ノード及び２つのリーフ・ノ
ードを含む一層大きなデータ・セットに対するデータ・
セット・インデックスを示す図、第６図は１つのルート
・ノード、２つの中間ノード及び多数のリーフ・ノード
を含むデータ・セット・インデックスを示す図、第７図
は第１図の記憶アクセス方式（Ｓ　ＡＭ　）内部制御ブ
ロックを詳細に示す図、第８図は第１図のＳＡＭインタ
フェース制御ブロック全詳細に示す図、第９Ａ図及び第
９Ｂ図はデータ・セットのオープンに関係する本発明の
動作を示す流れ図、第１ＯＡ図乃至第１０Ｃ図はレコー
ド読取りに関係する本発明の動作を示す流れ図、第１１
Ａ図乃至第１１Ｅ図はレコード書込みに関係する本発明
の動作を示す流れ図である。 出願人　　インターナショナノいビジネス・マンーンズ
・コ−ｉレーション第４Ａ図 第４Ｂ図 第７図 旧− 第１１Ａ図 第ＬＩＤ図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 システム・メモリ及び直接アクセス記憶デバイスを含み
   、入力されたテキストヲ該直接アクセス記憶デバイスに
   記憶するとともに、該テキスト’４訂正する際はこれを
   前記直接アクセス記憶デバイスから選択しうるようにし
   たワード・プロセシング・システムにおいて、 所望のデータ・セットの存否を確認するために該データ
   ・セットの名称及び型に基いて現ボリューム・インデッ
   クスを探索し、前記データ・セットが存在する場合には
   該データ・セットのルート・ノードを前記システム・メ
   モリ中に設けられた記憶アクセス方式制御ブロックと呼
   ばれるインタフェース制御ブロックへ取出し、前記デー
   タ・セットのクローズ動作が行われるまで該データ・セ
   ットに対するそれ以後のすべてのアクセスについて前記
   記憶アクセス方式制御ブロックが利用できるように該ブ
   ロックを前記システム・メモリに常駐させ、前記データ
   ・セットのインデックスに対するそれ以後のすべての探
   索及び更新について前記記憶アクセス方式制御ブロック
   に記憶されたルート・ノードを使用するようにしたこと
   を特徴とする、ワード・プロセシング・システムにおけ
   るデータ・セットのアクセス方式。