JPS59165161A - ワード・プロセッシング・システムにおけるデータ・セットのボリューム回復方法 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明はワード・プロセシング・システムに関するもの
であシ、更に詳しくいえば直接アクセス記憶装置（ＤＡ
ＳＤ）に記憶されていたデータが記憶媒体のエラーによ
って或いはそのデータを含むデータ・セットの更新中の
システム電源の異常によって破壊されてしまった場合そ
のデータ全回復する方εの改良に関するものである１、
〔従来技術〕 本発明に関連した従来技術として次のものがある。

（ａ）ＩＢＭオフィス・システム／６（Ｏ８／（Ｓ）は
ディスケント上にドキュメントを記憶し、それを見つけ
るために非常に簡単なフォーマントに使っている。１つ
のディスケットでは正確に６２個のデータ・セント（ジ
ョブ）が常に利用可能である１、その割付けはディスケ
ット・トラック毎で°あ゛る。、、ディスケット・イン
デックス（ディスケント上のデータ・セントラ見つける
方法）の全体は非常に小さく、記憶装置内に一度に保持
することができる。よりＭ　Ｏ８／６ボリユーム・イン
デックスはディスケット上に重複して記録される。より
Ｍ　　０８７６デイスケント・インデックスはディスケ
ットが駆動装置に挿入される時システム・メモリにコピ
ーされる１、従って、インデックスを検索及び探索する
ことがバフオ、−マンス上の問題を引起すことはない。

この方法における大きな問題点は１つの記憶ボリューム
（ディスケット）上で得ることのできるジョブ又はドキ
ュメントの数に関して融通性が欠けていることである７
、一般に、ワード・プロセシング・システムは１つのデ
ィスケット・ボリューム上に可変数のデニタ・セットを
貯蔵する必要が、ｌ）、３２（１上のデータ・セントが
システム・オペノー夕にとって利用可能でなければなら
ない、。

これは記憶ボリュームの１つが大容量の内部ハード・デ
′イスクであるようなワード・プロセシング・システム
には特にいえることである。

ＩＢ’Ｍ　　０８７６の方法におけるもう１つの問題点
はディスケット上のスペースがトランクを基醜にして特
定のデータ・セットに割付けられることである。従って
、ディスケットにおける平均的な無駄なスペース（割付
けられるがデータを実際に記憶するためには使用されな
いスペース）は名ジョブ当シ実際に使用されているトラ
ックの半分である。叩ちＩＢＭ　　０８７６デイスケン
トにおける利用可能な７０トランクのうち最大１６トラ
ンクが無駄になっている。

ＩＢＭ　　Ｏ’Ｓ／６デイスケソトでは非常に簡単なボ
リューム及びデータ・セント・インテックス構造が用い
られそしてそのボリューム上に記憶可能なデータの量が
制限されているので、回復パフォーマンスは一般に問題
とは考えられていない。

（ｂ）ＩＢＭテイスプンイライター・システムは２ノベ
ルのディスケント・インデックスを使用している。それ
はそのディスケットにおけるデータ・セントのロケーシ
ョンを示すディスケット・インデックス（拡張見出しラ
ベル−ＥＨＬ）及び実在する各データ・セットに対して
１つのデータ・セット・インデックス（データ・セット
・ラベル−ＤＳＬ）よシ成る３、ＥＨＬは固定サイズで
あシ、ＤＳＬのサイズはデータ・セットのサイズに依存
する１、１ページのドキュメントを見つけるにはそのペ
ージがディスケット上のどこで見つ（げられるかを示す
適正なポイントまでＤＳＬを始めから探索する必要があ
る。

この方法における問題点はそれがディスケット上のＥＨ
Ｌ又はＤ　Ｓ　Ｌ　％ｆｉ域において媒体エラーを受は
易いということである。、ＥＨＬを含むセクタをうまく
読取シ得ない場合そのＦ、ＨＬブロックをブｒしてアク
セスされたすべてのデータ・セット及びその陵のＥＥＨ
Ｌブロックによってアクセスされたすべてのデータ・セ
ットは失われ、最早オペレータにとつそアクセスし得な
くなる。ＤＳＬに関しても同様の問題が存在する。ＤＳ
Ｌセクタをディスケットから読＠シ得ない場合、そのＤ
ＳＬブロック及びその陵のすべてのＤＳＬが失われる。

それはそれら失われたＤＳＬセクタからアクセスされた
すべてのレコードがオペレータにとって同様に失われる
ことを意味する。

ＩＢＭ　　０８７６及びＩＢＭディスプレイライター・
システムの両方によシ使用される方法におけるもう１つ
の問題点はそのディスケット上の成る物理的セクタにお
いてはエラーのないオペレーションがそのディスケット
の使用にとって必須であることである。これはシリンダ
０（ホーム位置における読取・記録ヘッドによってアク
セスされるディスケット・トラック）に適用され、そこ
には標準のアーキテクチャに従って構成された成る情報
があり、そのボリュームの残シ部分の内容の翻訳に必要
とされる。換言すれば、ディスケットのトラック０にお
いてエラーが検出された場合、通常はそのディスケット
をそれ以上使用し得ない。

ＩＢＭディスプレ・イライター・システムにおける回復
のパフォーマンスが問題であると考えられることがよく
ある。ドキュメントではｔ４一杯になっている２Ｄデイ
スケツトの場合、６０分以上の回復時間が経験されたこ
とがある。・ディスプレイライター・ボリューム・イン
デックスがデータの脱落を受は易いことを考えると、そ
の機能の・（フオーマンスは不十分であると考えられる
。

（ｃ）　　Ｉ　Ｂ　Ｍ　５７３０はデータ・セット・イ
ンデックスが揮発性の作業記憶装置にデータと共に分散
されている。各データ・ブロックは制御領域を有し、そ
の制御領域は前のブロック及び次のブロックのロケーシ
ョンを池の情報と共に持っている。

これは現在のレコニドが常に次の（及び前の）レコード
のロケーションを指定するので順次アクセスが非常に高
速であることを意味する１、この方法の問題点は先行す
るすべてのレコードを読取らなければならないのでラン
ダム・アクセス（データ・セットの中間部におけるデー
タを直接にアクセスする）が遅くなることである７、ラ
ンダム・アクセスのパフォーマンスを向上させるにはラ
ンダム・アクセス用に設定されたもう１つのデータ・セ
ット・インデックスを必要とすることになろう。

このようなデータ・セットの回復はすべてのデータ・セ
ット・レコードの順次読＠シを必要とするであろう。各
アクセスによって得られる情報が少量であることを考え
ると、大きいデータ・セットの回復１ｄＤＡｓＤハード
ウェア装置のアクセス・タイムに依って長い時間を取る
であろう。

〔発明の目的〕

従って、本発明の主たる目的は回復過程において考慮し
なければならないデータの量を少なくしながら高いデー
タ回復速度を保持しようとすることである。この目的は
システムの融通性を制限し雇い方法で且つ記憶されたデ
ータの型に関係のない方法で達成されるべきものである
。

本発明のもう１つの目的は／１５ｉ与の目的又はデータ
・セットのためのスペースを予約し且つ、他の目的又は
データ・セントの要求に対しそのボリュームにおける池
のスペースでは不十分である場合に、この予約されたス
ペースがそれら他の゛目的又はデータ・セットに割付け
られないことを保証する方法を提供することにある。

〔発明の概要〕

本発明は前記目的を達成するものである。簡単にいえば
、記憶ボリュームをパゾーン”と呼ばれる＠埋的に独立
した部分に分割するだめの方法及び装置が開示される。

既存のデータ・セットにおける情報へのアクセスは変更
する必要はなく、それら既存のデータ・セットはそのボ
リュームにおけるゾーンの数に関係なく即ちそのデータ
、セットが存在する特定のゾーンに関係なくアクセス可
能である。１つのデータ・セットを作る場合、そのデー
タ・セットが存在すべき所望のゾーンはそのデータ・セ
ット型のうちの第１データ・セットへ供給されなければ
ならない１、然る鏝、池のすべての機構が正規のシステ
ム・オペレーションに対して同じとなる。

システム回復の際に得られるそれらの利点は、１つのゾ
ーン化されたボリュームに対して次のルールが守られる
限シ可能である。

（１）１つのデータ・セットが単一のゾーン内で余禄的
に存在しなければなら、ない。データ・セットが１つの
ボリューム上の２″：）、以上のゾーンにおける論理的
セクタに存在することは許されない。

（２）　　同じ型のデータ・セットにおけるすべてのデ
ータ・セットが単一のゾーン内に存在しなければならな
い１、これは特定の型のデータ・セントをインデックス
するデータ・セント・ディレクトリを含む、 （３）＠ボリューム・ゾーンは別個の媒体割付はマ、　
　ツブを持ち、特定のゾーンに対する媒体割付はマツプ
はそのマツプが関係するゾーン内に記憶されなければな
らない３゜ そのワード処理システム内には、本発明のサポートを受
けるオペレーション、［Ｊ＋］ち記憶媒体の割付け、デ
ータ・セットのオープン及びり６−ズ、記憶媒体の７オ
ーマテイング、及び記憶ボリュームの回復に関連した４
つの領域がある１、記憶媒体の割付けは、ルート・ノー
ドを持つもの以外の如何なるゾーンにおけるデータ・セ
ット・に対しても割付°けが許されないという点で、上
記ルールのうちの第１のものを強化するためのものであ
る。データ・セットのオープン及びクローズの手順は同
じ型のデータ・セットが同じゾーン内に残ること（オー
プン・クリエート・データ・セット）を保証しなければ
ならず、それらはゾーンを基準として必要な回復の衣示
を与える、記憶媒体のフォーマティングはそのボリュー
ムをゾーンに分割するための機構を与える。記憶ボリュ
ームの回復はゾーンの存在を認識しなければならず且つ
各ゾーンが独立したボリュ一ムであるかの如くそれら名
ゾーンを回復しなければならない。

〔実施態様の説明〕

第１図を参照するに、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を升してプロセッ
サ１６へ転送する。アクセス、す１６はメモリ・バス１
８へ接続され、該メモリ・バスはＣＲＴディスプレイ２
０、ディスケット又は・・−ド・ディスクめ如き１以上
の直接アクセス記憶デバイス（以下ＤＡＳＤと略す）２
２、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。

操作員がキーボード１２をブトしてテキスト・ストリー
ムを入力すると、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にモ供給される。テ
キストはキーボード１２をブトして入力されたｆｉＤＡ
ｓＤ　２２に記憶されるか又はプリンタ２４によって印
刷さ、ＦＬうる。

メモリ２６は多数のデータ領域を含み、また記憶された
テキストを処理するための複数の機能プログラムを含ん
でいる１、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３ｏはＴＳＢ　　２Ｂのデータ領域
として使用され、チャネル３２を升してＴＳＢ　　２８
へ接続される。

キーボード１．２を升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３
４を介してメモリ２６に受取られる。

キーストロ〜り制御ブロック３６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ｏ−り・サービス・ルーチンヲ決定する。このため、
キーストローク制御ブロック３６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３４へ連結され
る。さらに、キーストローク・サービス・ルーチン３４
はチャネル４０を斤してＴＳＢ　　２８へ連結され、そ
してチャネル４２をブｒしてＴＳＢ制御ブロック３ｏへ
連結される。

テキストがＴ、５Ｂ２８へ移動されるが又はそこから移
・動されねばならないことをＴＳＢ制御ブロック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）ルーチン４４へ通
知門れる。ＳＡＭルーｆ　ン４４　ｉｊ、ＤＡＳＤ　　
２２とメモリ２６との間のｊ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
、ＳＡＭルーチン４４の代わシにそれぞれのアクセス方
式ルーチンが使用されるが、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・ルーチン３４は、チャネル４８及びＳＡＭインター
フェース制御ブロック５０を介して、ＳＡＭルーチン４
４へ他の制御情報及びデータを通信する。（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インターフェース制御ブロ
ック５０の代ζシにそれぞれのアクセス方式に対応する
インターフェース制御ブロックが使用される、。

このＳＡＭサービス要求が完了した場合、ＳＡＭインタ
ー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３４によ・つて使用
されるべき他の情報及びデータを保持している。ＳＡＭ
インター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ぺ接続される。

ＳＡＭブロック５４はメモリ・）くス１８を介してＤＡ
ＳＤ　　２２と接続され、［）ＡＳＤ　　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
５４０代わシ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５
６を升してＴＳＢ　　２Ｂと接続される。ＳＡＭ／レー
チン４４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インターフェース制
御ブロック５０へ連結されているが、これはキーストロ
ーク・サービス・ルーチン！＋４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を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６２０代わシ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５
４を介して行なわれる。ＳＡＭ内部制御ブロック６２中
の情報はチャネル６６を分して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ば、ＳＡＭルーチン４４及
びＳＡＭブロック５４の動作に必要なフラグ及びステー
タス情報を記憶するために使用される。　　　１ ここで、第１図を参照してワード・プロセシング・シス
テス１０の動作を簡単に説明する。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
対応する信号がチャネル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５Ｋ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３４のうちでこの特定の指令を処理すべき所定のル
ーチンが選択される。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ｉ人される。これらのグラフィック及び指令がＴＳ
Ｂ２Ｂ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
ト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ＣＩ−り・サービス・ルーチン３４ｉＳＡＭイン
ターフェース制御ブロック５０に制御情報を記憶するこ
とによシ、ＳＡＭルーチン４４をしてＤＡＳＤ　　２２
へ情報ブロック（レコード）を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、ＤＡＳＤ　　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、選択されたページを
ＤＡＳＤ　　２２からメモリ２６へ呼出すことができる
ので、操作員はテキストを変更及び訂正してこれをＤＡ
ＳＤ　　２２へ再び記入したシ、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１６０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、たとえばインテル社のマイク自
プロセーツサ８０８６を使用することができる。

このようなプロセッサ１６は制御ユニット８委を含み、
該ユニットはキーボード１２、ＤＡＳＤ２２又はプリン
タ２４からデバイス・バス８２に生ぜられるような割込
信号に応答する。まだ、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からの叡出命令に７答し
て制御信号を発生し、該制御信号をプロセッサ１６の他
のユニットへ供給する３、これらの制御信号は制御線８
６を介して種々のユニットへ供給されるが、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すぎない。制御ユ
ニット８０と池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
して池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をブトして入力される。！だ処理すべき
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
記憶要素と、相互接続され、Ｉ１０制御ユニット９４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、Ｉ　／　Ｏ制御ユニット９４はキ
ーボード１２、ＤＡＳ’Ｄ　　２２又はメモリ２６から
のデータを受取るのに対し、バス制御ユニット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
Ｉ１０制御ユニット９４を升してＩ１０データ・バス９
８に供給される。キーボード１２又はｆ也のデバイスか
らＩ１０データ・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を升して制御ユニッ
ト８０へ供給される命令の制御下で、ＡＬ０８８によっ
て処理される。ＡＬＵ８８は＠８６上の制御信号に応答
してこの命令に従った演算を遂行するとともに、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と池のユニットとの間で池の種
々のデータ転送を行なうことも可能である１、たとえば
、ＡＬＵ　　８Ｂから内部バス８４を介してプログラム
・カウンタ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ヘデータを転送する
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Ｉ　／　Ｏ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１０
６．１０８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、またこれは本発明の要旨
には関係がないので、以下では各動作の膜間を省略する
。

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り、多く
の場＠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ページ数は不定であシ、当該デ
ータ・セットを記憶すべき記憶ボリュームの容量によっ
て制限されるにすぎない、、ワード・プロセシング・シ
ステム１０では、′・１つのデータ・セラ）　Ｕ　Ｄ　
ＡＳＤ　　２２中の単一のディスケット又はハード・デ
ィスクに記憶されなければならない。〜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シきらなければ、操作員は現在のデ
ィスケット又はハード・ディスクに対する記入動作を終
了するとともに、池のディスケット上の別のデータ・セ
ットにこの文書を継続して記入するようにしなければな
らない。

ＤＡＳＤ　　２２土の記憶媒体は、当該技術分野では周
知のように、複数のセクタへ区分される。

セクタの概念は当該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
憶媒体上の名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から始
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
なことではない。覆蔽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３Ａ図には、成るテキスト文書がＤＡＳＤ２２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。例示しだデータ・セット１２０は、デー
タ・セット・インデックス１２２と３つのテキスト・ペ
ージ、すなわちページ１（１２４）、ページ２（１２６
）及びべ−゛ジ３（１２８）から成る。ページ１（１２
４）は３つのレコード、すなわちレコード０（１３ｏ）
、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（１２６
）を有するにすぎない。ページ３（１２８）は２つのレ
コード、すなわちレコード０（１３６）及びレコード１
′Ｃ１６８）を有する。

デニタ・セット・インデックス１２２１ｄ、、データ・
セット１２０の前記ページが置かれている記憶媒体上の
位置を決定するために第２図のＳＡＭルーチン４４によ
って使用される。データ・セット・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、この例ではページ１ないしページ３にそれぞれ
対応するインデックス拳エントリ１４０．１４２及び１
４４゜を含んでいる。

所望のページを速かに探し出すことができるように、名
ページ・インデックス・エントリは該エントリによって
参照されるページを識別するための１つのページ・キー
を含む。かくて、この例では、ページトキー１４６、ペ
ージ２・キー１４８及びページ６・キー１５０が含まれ
て１八る。たとえば、ページ２（１２６）を探し出すた
めには、その所望のページ・キーとページトキー１４６
を単に比較するだけでページトインデックス・エントリ
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、名データ・セント・インデック
ス中のすべてのページ・キーは一意的でなければならな
い。

１つのページの名レコードは、そのインデックス・エン
トリのレコード記述子を通して探し出される。名レコー
ドは、記憶ボリュームにある連続的な１組の論理セクタ
に記憶される。１つのレコードに割振られる論理セクタ
ρ数は、ど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の位置を指示する。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３Ａ図では、ベージトレコード０（１５０）に
対するレコード記述子は、ページトインデックス・エン
トリ１４０においてレコードＤ・記述子１５２として設
けられている。ページ１（１２４）の残りのレコードは
、レコードト記述子１５４及びレコード２・記述子１５
６によって記述される。単一のレコードを一保持・する
ページ２（１２６）の記憶媒体上の位置は、ページ２・
インデックス・エントリ１４２に設けられたレコード０
・記述子１５８によって決定される。同様に、ページ３
・インデックス・エン、トリ１４４はレコード０・記述
子１６０及びレコードト記述子１６２を含み、これらに
よってベージ乙のレコードＤ（１５６）及びレコード１
（１３＋８　）をそれぞれ探し出す。

ワード・プロセシング・システム１０（ＤＤＡＳＤ　　
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）に区分される
。このようにして区分された各インデックス・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・セントへテキストを追加したとき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
、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。

第３Ｂ図を参照すると、第３Ａ図のデータ・セット・イ
ンデックス１２２の拡張された例が示される。ルート・
ノード（根幹の節）２４０はそのデータ・セットの第１
インデツクス・ノードである。そのデータ・セットにお
いてこのノードから始まる他のすべてのインデックス・
ノード及びすべてのデータ・レコードがアクセス可能と
なる。

インデックス構成要素２４２はそのインデックスの次の
レベル、即ち中間ノードＩ（２４４）及び中間ノードＪ
（２４６）に対するアクセス情報を含んでいる。中間ノ
ードＩ　（２４４）内には、リーフ・ノー゛ド（葉の節
）Ｂ（２５６）、リーフ・ノードＣ（２’５８）、リー
フ・ノードＤ（２６０）を参照するためのり一７Ｂイン
デックス・エントリ２５０１　リーフＣインデックス・
エントリ２５２、リーフＣインデックス・エントリ２５
４を持ったインデックス構成素子２４８がある。従って
、第６Ｂ図は３レベル・インデックス・トリーの一例を
示すものであり、この例ではルート・ノード２４０のノ
ード・レベルは２であシ、中間ノードＩ（２４１’）及
び中間ノードＪ（２４６）に対するノード・レベルは１
で１、そしてすべてのリーフ・ノードに対するノード・
レベルは００′！！−まである。リーフ・ノード間の接
続２６４はリーフ・ノード・チェーンを表わす。

従って、第３Ｂ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つの異々る方法で、
すなわ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Ｔ゛Ｄ（２６０）で参照される成るで−ジの
最初のレコードを探し出すために、ＳＡＭルーチン４４
はＤＡＳＤ　　２２からルート・ノード２４０を取出し
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Ｚ（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Ｉ　（２４４
）が記憶媒体から吹出され、そしてリーフ・ノードＤ（
２６［］）が適切なリーフ・ノードとして同様に選択さ
れる。記憶媒体からり−７・ノードＤ（２６０）を取出
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’Ｃ２５８１で
参照される最終レコードの終シにあって、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、言己憶媒体上のリーフ・ノード
Ｄ（２６０−）を直接探し出すためにリーフ・ノードＣ
（２５Ｂ）中のリーフ・ノード・チェーンを使用するこ
とができる。この場合、ルート・ノード及び中間ノード
を再び取出したシ、探索することは全く必要ない。

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・ノードがあるが、このリー
フ・ノードはそのインデックス・エントリによってペー
ジを直接的に参照するようなものである。第３Ｃ図に例
示されたデータ・セント・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１７
０と呼ばれる。ルート／リーフ・ノード１７０は、ノー
ド・ヘッダ１７１、データ・セット・プロフィル１７２
及び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を保持する。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・セット・コメント１７８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
情報をここに置くことができる。

第３Ｄ図では、ルート／リーフ・ノード１７Ｑ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１７３
は、当該文書のページ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１７３は、ページＮトインデックス
・エントリ１７６及びページＮ２・インデックス・エン
トリ１７７を含む。但し、Ｎ１及びＮ２は当該文書にお
ける１対の連続ベージのミージ番号を表ワーフ−。ベー
ジＮトインデックス・エントリ１７６妊、ページＮｌ−
キー１７８とページＮ１中の名レコードごとに１つのレ
コード記述子、すなわちこの例ではレコードＤ・記述子
１７９及びレコードト記述子１８０を保持する一同様に
、ページＮ２・インデックス・エントリ１７７はページ
Ｎ２・キー１８１を保持し、そしてレコード０・記述子
１８２及びレコードト記述子１８３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、ペー・ジＮトインデックス・エ
ントリ１７６の直後にページＮ２・インデックス・エン
トリ１７７が続くように配列される。

第３Ｂ図に示されたインデックス構造はボリュームをイ
ンデックスのノ・イラーキとして構成することによって
１つのデータ・セットから１つのポリ子−′ム全体へ一
般化可能である。第４図はボリューム・インデックスの
１つの例のブロック図を示す。この例では、記憶ボリュ
ームは３つのデータ・セントを含んでいる。それらデー
タ・セットのうちの２つは同じデータ・セット型（例え
ば両方ともテキスト・ドキュメント）のものである。

第３のデータ・セットは異なるデータ・セット型のもの
である。

各記憶ボリュームに対して１つの媒体制御レコード２８
０があシ、それはボリューム・ラベル（ボリューム名）
のようなそのボリュームについての情報を持っている。

媒体制御レコード２８０内にはＨＤＲ１フイールドとよ
ばれるフィールド２８１がある。そのＨＤＲ１フィール
ド２８１の目的はそのボリュームに存在するデータに関
する情報を与えることである。更に詳しくいえば、アン
カー・ロケーション・ポインタ２８２（媒体制御レコー
ド２８０からアンカー２８４までの曲線矢印で示される
）がある。そのアンカー・ロケーション・ポインタ２８
２はアンカー２８４のそのボリュームにおけるロケーシ
ョンを示すものである。

アンカー２８４は第ルベルのボリューム・インデックス
情報である。アンカー２８４の機能はデータ処理システ
ムにおけるＤＡＳＤ記憶ボリューム上の内容のボリュー
ム・テーブルと同じである。そのワード・プロセシング
・システム１０では、アンカー２８４はデータ・セット
・インデックスとして構成される。更に詳しくいえば、
そのアンカーのフォーマットはルート・ノードとり一層
・ノードとを結合したルート／リーフ・ノードのフォー
マットである。しかし、第３Ａ図におけるようにドキュ
メントのレコード及びページを参照する代シに、アンカ
ー２８４はボリューム情報又は池のデーター・セットを
参照する。池のインデックス・ノードの場合のように、
アンカー２８４は低レベル・データを参照するインデッ
クス構成要素２８５を含んでいる。

アンカー・インデックス構成要素２８５の７オーマツト
は第３Ｄ図に示されたインデックス構成要素１７３と同
じである。アンカー２８４では、インデックス・エント
リーのキー（ページＮ１キ−１７８と同じ）がデータ・
セット型から構成される。従って、アンカー２８４には
記憶ボリュームに存在する各データ・セット型に対して
１つのインデックス・エントリがある。

媒体割付はマツプ２８６は記憶媒体上の各セクタの割付
は状態全表わす。ワード・プロセシング・システム１０
では、媒体割付はマツプはその媒体上のもセクタに対し
て１つの指示子を持っている。その指示子はそのセクタ
カミデータへの割付けのため処使用可能であるかどう９
かを示す。既存のすべてのインデックス・ノード及びデ
ータ・セット・レコードに対する指示子は使用可能でな
い、即ちこれらセクタは既に割付けられている。アンカ
ー・インデックス構成要素２８５における媒体割付はマ
ツプ２８６に対するインデックス・エントリはその媒体
割付はマツプに割付けられたデータ・セット型全キーと
して有し、論理セクタ番号２８７及びそのボリュームに
おける媒体割付はマツプ２８乙の長さをレコード記述子
として有する。

第４図の例では、データ・セラ）Ａ２８Ｂはそ゛のボリ
ュームにおけるその型の唯一のデータ・セ：、／）で、
ｓると仮定する。従って、アンカー・インデックス構成
要素２８５におけるインデックス・エントリはデータ・
セラ）Ａ２８Ｂのデータ・セット型から構成されたキー
とデータ・セットＡ２８８のルート・ノードの論理セク
タ番号を示す論理セクタ番号２８９とより成る。

しかし、データ・セットＢ２８９及びデータ・セラｌ−
０２９０は同じデータ・セット型を持つものと仮定する
。インデックス構成要素におけるキーは一意的でなけれ
ばならず且つデータ・セットＢ２８９及びデータ・セッ
トｃ２９ｏのデータ・セット型から構成されるキーは同
じであるので。

この要件を与えるためにもう１つのレベルのイン１デツ
クスが導入される。ディレクトリ２９１はデータ・セッ
ト・インデックスであシ、それに対するデータは低レベ
ルのデータ・セットよう成る。

ディレクトリ２９１のデータ・セット型はそれが参照す
るすべてのデータ・セットのデータ・セント型と同じで
ある。従って、アンカー・インデックス構成要素２８５
におけるインデックス・エントリはディレクトリ２９１
のデータ・セット型から得られたキーを使用し、論理セ
クタ番号２９２を介してディレクトリ・ルート・ノード
を参照する。

ディレクトリ・インデックス構成要素２９３はデータ・
セット・ルート・ノードを参照する。インデックス構成
要素２９３におけるインデックス・エントリに対するキ
ーはワード・プロセシング・システム１０ではデータ・
セットの名称で１．１つの記憶媒体におけるデータ・セ
ットは一意的なデータ・セット名を持つ必要がある。従
って、ディレクトリ・インデックス構成要素２９５にお
けるキーは一意的である。

１つのルート／リーフが成るデータ・セット型における
すべてのデータ・セットに対するインデックス・エンド
ＩＪ’を含むには不十分な点までデータ・セットの数が
増加する場合には、ディレクトリ２９１を池のすべての
データ・セット・インデックスと同様に多重レベルへ拡
張してもよい。しかし；ワード・プロセシング・システ
ム１ｏにおける一意的なデータ・セット型の数は制限さ
れているので、アンカー２８４をルート／す〜フよシも
大きく拡張する必要はない。

第５Ａ図は第１図に示されたＳＡＭ内部制御ブロック６
２の一部分を更に詳細に示すものである。

ユニット制御ブロック／記憶（ＵＣ８）３００はデバイ
ス及び動作ステータス情報及びその制御情　□報を含み
、データ・セット及びボリューム・インデックスのアク
セス及び更新のためのバッファ領域を与える。ボリュー
ムという用語はそのワード・プロセシング・システム１
０に接続されたＤＡＳＤＩＩ！σち１つのディスケット
又はハード・ファイルを意味する。このシステムによる
処理のために利用可能な各ボリュームはそれ自身のＵＣ
８ｉ持っている。

デバイス・ステータス情報領域３０２ｉＤＡＳＤ　　２
２に対する実際の入出力動作を制御するためにＳＡＭ、
ルーチン４４によって使用されるデータ及び制御インデ
ィケータを含んでいる。そのデバイス・ステータス情報
３０２ハ＊−メトロ””ｌ−・サービス・ルーチン３４
からの要求を処理する際にアクセスされるべき利用可能
なボリュームはどれを決定するためにもＳＡＭ／レーチ
ン４４によって使用される。　　　　　、 記憶アクセス制御ブロック（屑ＡＣＢ）チェーン・スタ
ート・ロケーション５０５ハＳ　Ａ　ＣＢｆエーンにお
ける第１ＳＡＣＢＱロケーンヨンを与える。成るデータ
・セットがアクセスのためにオープンされる時、そのデ
ータ・セットカニアクセスのためにオープンされる限シ
関連情報を持っている１つの５ＡＣＢが与えられる。そ
の５ＡＣＢチエーン・スタート・ロケーション３ＯＮｄ
第ｉデータ・セットＳＡ’ＣＢのロケーションを示す力
）或いはデータ・セットのオープンがないこと金表わす
ヌル（空白）＠を持っている。＠ＳＡＣ，Ｂにはそのチ
ェーンにおける次の５ＡＣＢに対するロケーション・ポ
インタがある。ヌルの次５ＡＣＢポインタはその５ＡＣ
Ｂチエーンの終シを表わす。

ボリューム−データ優セットーインデックス・バッファ
３０４はアンカーとよばれる第ルベルのボリューム・イ
ンテックスを含んでいる。このバッファはＤＡＳＤ２２
のボリュームに対するアンカー２８４（第４図）を含ん
でいる。そのアンカーはボリューム上で１つのデータ・
セットが見つけられるべき時にＤＡＳＤ　　２２からの
入出力動作を不要にするためにシステム・メモリ２６に
保持される。ボリューム上のデータ・セラトラ見つける
ことは、ボリューム・インデックスにおけるキーがデー
タ・セントの型（例えば、テキスト・ドキュメント）及
びデータ・セット名（例えば、第４Ｃ図のデータ・セッ
ト名１７６）より成る場合、１つのデータ・セット内の
ページを見つけるのと全く同じである。

媒体割付はマツプ・バッファ３０６はシステム・ボリュ
ームに対する媒体割付はマツプのためのスペースを与え
る。このバッファｉＤＡｓＤ　　２２のボリュームに対
する媒体割付はマツプ２８６（第４図）のコピーを含ん
でいる。

Ｕ８Ｃ３００の残り部分は内部ステータス及び制御情報
のために及び種々の計算及び動作の中間結果を保持する
ために使用されるが、それらの詳細は本発明の要旨と関
係ないので省略する。

第５Ｂ図は第５Ａ図に示された媒体割付はマツプ・バッ
ファ３０６を更に詳細に示したブロック図である。その
媒体割付はマツプ・バッファ３０６は３つの情報セクシ
ョン、即ちボリューム固定情報セクション３１０、７−
−ン町変情報セクシヨン３１２、媒体割付はマツプ・デ
ータ・セフ、ジョン３１４を含んでいる。

ボリューム固定情報セクション３１０はボリューム全体
に対して一定である媒体割付はマツプに関する情報を持
っている。この情報は現在のそのボリューム上のゾーン
の数３１６、全体のゾーン回復に必要なインティケータ
（フラッグ）３１７、ボリューノ・最大ＬＳＮ３　１　
Ｂ、グループ当シの割付ケ単位３　１　９、シャドー・
オフセット３１０、割付はグループ・マツプ３２′！よ
シ１成る。

ゾーン町、変情報３１２はそのボリューム上の各ゾーン
に対して異った情報を含んでいる。この例ではミサポー
トされるゾーンの最大数は６であるので第５Ｂ図は６組
のゾーン可変情報を示す。各ゾーン可変情報はゾーン回
復インディケータ３２５、ゾーン最小ＬＳＮ５２６、ゾ
ーン最大ＬＳＮ３２７、ボリューム上のゾーン・マツフ
ッロケーション３２８を含んでいる。

第５Ｃ図は第５Ｂ図に示された媒体割付はマツプ・デー
タ３１４の構成を更に詳細に示すものである。１つのゾ
ーンに対する媒体割付はマツプ・データ３１４はヘッダ
ー３１，６及び１つ又は複数の割付はグループ・マツプ
３′１８より成る。媒体！Ｕ　付ケマップ・バッファ６
０６円には、既存のゾーンに対する媒体割付はマツプ・
データが連続して記憶される。

割付はグループは単にセクタの１つのグループ分けに過
ぎない。割付はグループ３１８は単一のゾーンに模し、
それはゾーン境界にまたがることはない。ワード・プロ
セシング・システム１ｏでは、１つの割付はグループが
物理的記憶媒体上の１つの′シリンダに対応する。割付
はグループの大きさは記憶媒体の型によって異ってもよ
い。従って、ワード・プロセシング・システム１０では
、１つのディスケットにおける割付はグループは１６個
の論理セクタを含み、１つのハード・ディスク・ファイ
ルにおける割付はグループは１０２個の論理セクタ金倉
む。媒体の型に関係なく、すべての論理セクタは同じ大
きさである。

ヘッダー３１６は全ゾーン・マツプ・データの長さ３２
０及びオブジェクトＩＤ５２２よシ成る。

そのオブジェクトＩＤ３２２はデータを媒体割付はマツ
プとして識別するものであシ、すべてのゾーン媒体マツ
プに対して同じＩ［’ｌｒ含んでいる。

割付はグループ・データ６１８は２つのセクション、即
ち優先指示部３２４及び割付はグループ・セクタ指示部
３２６を含んでいる。優先指示部′３２４は割付はグル
ープにおけるセ〉りが優先度、例えば大きな割付はブロ
ック、インデックス・ノード等に従って削付けられるの
ｋｃｖ能にする。ＩＩＪ付はグループ・セクタ指示部５
２６はそのセクタが将来の記憶媒体割付は要求を満足す
るのに利用可能°であるかどうかに関する、その割付は
グループにおける名論理セクタに対する表示を含んでい
る。ワード・プロセシング・システム１０における所与
のボリューム上のすべての割付ケグル−プは同じ大きさ
である。ボリューム固定情報セクション３１０（第５Ｂ
図）は割付はグループ（シリンダ）３１８当シの割付は
単位（セクタ）の数及び割付はグループ・デニタ・マツ
プ３２１の長さを含んでいる。

多数のゾーンをサポートしなければならないＳＡＭルー
チン４４内の動作領域の１つは媒体割付は処理の領域で
ある。その媒体割付は処理領域におけるゾーンの位置指
定に関する本発明の論理動作が第６Ａ図の流れ図で示さ
れる。その手順はシー、ン位置指定サービス・ルーチン
・ステップ６５０で開始される。ステップ３５１に゛お
いて、そのボリューム上の第１ゾーンが位置指定される
。ゾーンを位置指定するということは適正なゾーン可変
情報へのアクセスを行なうこと及びゾーン媒体割付はマ
′ツブ・データのＵＣ８５００におけるロケーションを
決定することである。第１ゾーンに対しては、ＵＣ８３
００内の両ロケーションが固定されている。

１つの特定のゾーンを選択するには２つの方法がある。

即ち、そのゾーンに含まれたセクタの論理セクタ番号（
ＬＳＮ）によるものとゾーン番号によるものとがある。

ステップ３５２では、ゾーン位置指定丈−ビスｔｇ求す
る手順がどの方法を使用したかを知るためのテストが行
なわれる。

ＬＳＨによる選択が選ばれた場合、入力ＬＳＮよシも大
２きいか或いはそれに等しい最大ＬＳＮ’ｉｉ持った第
７ゾーンをみつけるためにゾーン可変情報セクションが
サーチきれなければならない、ステップ３５４において
、ゾーン・カウンタが第１ノ゛−ンに初期設足される。

そこでステップ６５６においてゾーン最大ＬＳＮが入力
ＬＳＮと比較される。入力ＬＳＮが現在のゾーン内にな
い場合、ステップ３５８において次のゾーンが位置指定
される。それは現ゾーン・マツプ・デ〜りを現ゾーン・
マツプ・データ・ロケーション鳴ポインタに加えること
及びそれを次ゾーン司変情報フィールドへ移動させるこ
とによって行なわれる〜ステップ３５９においてゾーン
・カウンタがインクレメントされ、然る後ステップ！＋
５６におけるテストに戻る。

適正なゾーンが位置指定でれると、ステップろ６１にお
いてそのゾーン内の以陵の動作に対する初期ＬＳＮは入
力ＬＳＮ７）−らゾーン最小ＬｓＮ？］ｌ−減すること
罠よって行なわれるーそこでその手順はステップ３６５
で終了し、ゾーン位置指定に対する次の要求が受取られ
るまで開始されない。

ゾーン位置指定手順が入力ゾーン番号に従って動作すべ
き場合、ステップ３６５′は既に適正なゾーンが位置指
定されてしまったかど−うがを知るためのデストラ行な
う。もしそれが位置指定されていれば、その後の処理の
ための初期ＬＳＮがステップ３７０において０にセット
され、その手順は前述のようにステップ３６３で終了す
る。適正なゾーンが位置指定されていなければ、次のゾ
ーンがその゛ボリュームに存在するかどうかを知るため
のテストがステップ５６６で行なわれる≦これは次のゾ
ーンに対して高いＬＳＮ’ｉテストすることによって行
なわれる。次のゾーンが存在しない場合、この直は０と
なシ、高いＬＳＮに対し″ｙ：無効無効音直わす（これ
は１つのゾーン内に少くとも１つの割付はグループがな
ければならないためである）。次のゾーンが存在しない
場合、現在の（最後に存在する）ゾーンが省略ゾーンと
して選択され、前述のようにステップ３７０及び３６３
へ進む。次のゾーンが存在する場合、それはステップ３
５８に関して前述したのと同じ方法でステップ６６８に
おいて位置指定される。

記憶ボリューム上のスペース割付けに関する本発明の論
理動作を第６Ｂ図に示された流れ図でもって説明する。

その手順は割付はサービス・ルーチン・ステップ３７５
で開始される。割付は要求は（ゾーン番号又はゾーン内
の論理セクタ番号によって）所望のゾーンを及び割付け
られるべき連続したセクタの数を指定する。

この隣接するセクタのブロツンはエクステントと呼ばれ
る。

ステップ６７６では、スペースを割付けるヘキ適正なゾ
ーンを位置指定するためにゾーン位置指定手順が行なわ
れる。この手順はチェックを始めるそのゾーン内の論理
セクタ番号を与える。エクステントが現Ｌ’ＳＮで開始
し得ることがステップ３７９でわかった場合、現ＬＳＮ
で始するエクステントは最早使用し得ないものとしてス
テップ３８１でマークされる。最終的には、ステップ３
８２においてエクステント割付の成功がリターン・コー
ド機構を斤して要求手順へ信号され、その手順はステッ
プ３８４で終了し、次の割付は要求が発生されるまで再
開されない。

現ＬＳＮで始まるエクステント内の１つ又は検数のセク
タがステップ３７８及び３７９で利用不可能であるとわ
かった場合、現ＬＳＮはステップ５８６でインクレメン
トされる。ステップ３８８で、その結果がそのゾーンに
対する最大ＬＳＮに関してチェックされる。新しい現論
理セクタ番号がなおそのゾーン内にある場合、新しいエ
クステントが前述のようにステップ３７８でチェックさ
れる。新しいエクステントが埃ゾーン内にない場合、要
求された割付けは要求されたゾーンでは満足され得ない
。利用可能なエクステントがないことがステップ３９０
において信号され、その手順は前述のようにステップ３
８４で終了する。

第７図は第１図に宗されたＳＡＭインターフェース制御
ブロック５０の一部分を詳細に示すものである。記憶事
象制御ブロック４００はコマンド、オプション及ヒキー
１ストローク・丈−ビス・ルーチン５４がＳＡＭルーチ
ン４４へサービス要求を通信するために必要なすべての
情報並びにＳＡＭルーチン４４が逆にサービス要求の結
果？通信するために必要なすべての情報を含んでいる。

コマンド及びオプション・インディケータ領域４０２は
要求されたコマンド及びそのコマンド要求を修正するた
めのオプション・インティケータを含んでいる、これの
−例はフォーマントのゾーン分割オプションが望まれて
いることを表わすオプション修正子ｆ持ったフォーマッ
ト・コマンドである。

アンカー記述子４０４は、新しいゾーンの形成（フォー
マツか・ゾーン分割）が要求芒れている時にアンカーが
今いる位置に留まるべきか或いは新しいゾーンへ移動子
べきかを表わす。

高ＬＳＮ割付はバッファ４０６は高１．ＳＮが初期設足
されたために割付けられた最高の論理セクタｉｓＡＭル
ーチン４４がキーストローク・サービス・ルーチレ６４
へ通信するのを可能にする。

ソ°−ン番号４０８は新しいゾーン・セットが１乍られ
るべきゾーンをキーストローク・サービス・ルーチン３
４が指定するのを可能にする。同じ型のデータ・セット
はすべて同じボリューム内に存在しなければならないの
で、同じ型のゾーン・セットが既にそのボリューム内に
存在する場合、このパラメータは無視される。

ゾーン・エンド輪環セクタ４０９は現在のゾーンが２つ
のゾーンに分割される時その現在のゾーン内に保持され
るべき最終割付はグループ會その要求手順が指定するの
を可能にする。

データ・セット型４１０は記憶媒体上に形成されるべき
ケータ・セットの型を指定する。

記憶アクセス制御ブロック（ＳＡＣＢ）ロケーション・
バッファ４１１はシステム・メモリ２６における５ＡＣ
Ｂのロケーションを含む。その５ＡＣＢは成るデータ・
セットへのアクセスに関連したＳＡＭリクエストのため
に使用されるインターフェース制御ブロックである。

そのボリューム内に襟数のゾーンがある場合には、アク
セスのためにデータ・セットをオープンするというＳＡ
Ｍ機能に含まれる本発明に関連の２つの要件がある。即
ち、それは新しいデータ・セラトラ適正なゾーン内に記
憶すること及びゾーン回復インティケータを与えること
である。ケータ・セット及びボリューム・インテックス
におけるエラーの可能性がある場合には表示が行なわれ
ｔければならない。そのボリューム上のどのゾーンが回
復を必要とするか及びどのゾーンがスキップされるかを
決定するためには、各ゾーンに対して同様の情報が保持
されなければならない。

、　アクセスのためのケータ・セット＝オープンするこ
とに関する本発明の論理動作が第８Ａ図の流れ図で示さ
れる。その手順はオープン・丈−ビス・ルーチン・ステ
ップ４２５で開始される。−ステップ４２６では、サー
チが行なわれ、それはアンカーで始まシそしてその要求
きれたケータ・セットが既に存在しているかどうかを知
るためにティレフトリ（ティレフトリがある場＠）ヲ通
して続けられる。そのケータ・セットが存在することを
ステップ４２８におけるテストが示す揚台、ケータ・セ
ント・ルートＬＳＮがステップ４３０で得られ、ゾーン
位置指定手順がステップ４３１で行なわｎてそのデータ
・セット紫含むゾーンを得る。

そこでそのデータ・セットはステップ４３３で処理され
、アクセスのためにそれをオープンする。

ゾーン回復ステータス・インディケータをサポートする
罠めに、ステップ４３５においてそのデータ・セット・
ゾーンが５ＡＣＢに記憶はれそしてステップ４３７にお
いてその５ＡＣＢは記憶ボリューム上のアクセスのため
にデータ・セット・オープンのための５ＡＣＨのチェー
ンに加えられる。そのオープンの型が更新（読取／曹込
アクセス）であった場合、データ・セット・ゾーンのた
めのゾーン回復インディケータがステップ４３９におい
てセットされ、読椴／Ｉ込アクセスがクローズを介して
終了する前にシステムの電流が切れた場合そのゾーンは
回復する必要があることｔ表わす。最後に、その手順は
ステップ４４１において終了し、アクセス要求のための
次のオープン・データ・セットが検知されるまで開始さ
れない。

そのケータ・セットが見つからなかった場合、それは作
られなければならない。ステップ４４３において同じ型
のケータ・セットがそのボリューム上に存在するかどう
かを知るためにアンカーが古びサーチされそしてそのサ
ーチ結果がステップ４４４においてテストさ五る。同じ
型のケータ・セットが存在しない場合、そのデータ・セ
ットに対するルート・ノードがステップ４４８において
アンカーから叡出さ１−ｔｔ；てゾーン位置指定手順が
ステップ４４９において行なわｎてそのデータ・毎ット
が形成されるべきゾーンを得る。ステップ４５１におい
てデータ・セット・ルート・ノードが形成され、同時に
ケータ・セットが読取・書込アクセス・ノードに対して
オープンされる。然ル後、５ＡＣＢ及びゾーン回復イン
ティケータ動作がステップ４３５〜４３９において行な
われ、前述のようにステップ４４１において七の手順が
終了する。

データ・セットに対する読取・書込アクセスが、最早必
要なくなると、ＳＡＭルーチン４４ヘクローズのための
要求が発生式れなけ几ばならない。

アクセスのためのケータ・セット勿クローズすることに
関する本発明の論理動作が第８Ｂ図の流れ図に示される
、その手順はクローズ・サービス・ルーチン・ステップ
４６０でもって開始される。

ステップ４６１では、アクセスのためにデータ・セット
をクローズするための標準的動作が行なわれそしてステ
ップ−４６５においてデータ・セット全オープンするた
めの５ＡＣＢが５ＡＣＢチエーンから取除かれる。

次に、今クローズしたデータ・セットを含むゾーン内に
更新（読＠／’＊込）のための残シのケータ・セット・
オープンがあるかどうかを知るた込に、残シの５ＡＣＢ
チエーンがサーチされなければならない。ステップ４６
５では、第１５ＡＣＢの現在のロケーションがＵＣ８３
００の５ＡＣＢチエーン開始ロケーシヨン３０３から取
出さｎる。

有効なＳ　ＡＣＢであってまだ調査さ几てないものがあ
るかどうかを知るためにステップ４６７において現５Ａ
ＣＢがテストされる。そのようなものがない場合、現在
のゾーンにはケータ・セットがオープン読取／Ｉ込であ
るものはなく、従ってステップ４６９においてゾーン回
復インディケータはリセットされ、ステップ４７１にお
いてその手順は終了しケータ・セットのクローズのため
の次の要求が受取らｎるまで再開されない。

５ＡＣＢが存在する場合、今クローズしたデータ・セッ
トと同じゾーン内に読＠／書込アクセスのためのデータ
・セット・オープンにその５ＡＣＢが属するものかどう
かを知るためにステップ４７５においてそれがチェック
はれる。それが属する場合、それ以上の作用は必要なく
、その手順は前述のようにステップ４７１で終了する。

それが属でない場合、そのチェーンにおける次のＳＡＣ
Ｂのロケーションが現５ＡＣＢから取出でれそしてこの
５ＡＣＢがステップ４６７において同様にテストされる
。

ワード・プロセシング・システム１０で利用可能なもう
１つの機能はボリュームの内容のインデックスヲ表示す
ることである。操作員に与える情報に含まれるものはド
キュメント又は池の操作員ケータ・セットの合計数及び
将来の新しイレコード、ドキュメント又は池のケータ・
セットのために利用し得るその記憶ボリューム上の未使
用スペースのパーセンテージがある。利用し得るスペー
スはセクタの合計数及び将来の割付けのために利用し得
るセクタの数から計算される。記憶ボリューム上に多数
のゾーンがある場合、ドキュメント（同シで一タ・セッ
ト型のものすべて）はそれらゾーン゛の１つだけに記憶
される６ｆｔｊ１のゾーンにおける未開付けのセクタは
功しいドキュメント・ページ又は新しいドキュメントの
ために利用し得ないので、操作員がデータを記憶し得る
ゾーンに対してのみデータ・セット・カウント及びセク
タ・カウントが計算されなければならない。一方、その
時のその記憶ボリューム上のゾーンの数に関係なく池の
いくつかの機能がそのボリュームに関する情報を必要と
する。

ボリューム統計値或いは情報を戻すＳＡＭ機能はＤＴ’
ＯＣ照会と呼ｉれる。ＤＴＯＣ照会に関する本発明の論
理動作が第９図の流れ図で示される。

その手順はＤＴＯＣ照会サービス・ルーチン・ステップ
４８０で開始される。ステップ４８１では、アンカーに
おける第１インテツクス・エントリが位置指定され、゛
ステップ４８２において統計匝が０に初期設定される。

□　　　ステップ４８４においてインデックス・エント
リがアンカーから取出され、ステップ４８５においてゾ
ーン位置指定手順が行なわれてアンカー・エントリが参
照すべきゾーンを決定するλステップ４゛８７及び４８
８では、そのエントリをデータ・セット・カウントに含
む（ステップ４９０）かどうかを決定する。要求が１つ
のゾーンだけｔ指定し且つエントリのゾーンが入力ゾー
ンに一致しない場合、そのエントリはカウントに含４ｆ
Ｌない。

ステップ４９２において次のアンカー・インデックス・
エントリが位置指定される。これがアンカーの終シでな
いことをステップ４９５におけるテストが示す場合、ス
テップ４８７〜４９２に関して述べた動作に従って次の
エントリが処理される。そうでない場合、データ・セッ
ト・カウントの累算が完了し、ステップ４９５において
ＭＡＭ統計手順が行なわれた後ステップ４９７でＤＴＯ
Ｃ照会手順が終了し、次の照会ＤＴＯＣ要求が発生され
るまで再開されない。　　　　　　　　　　゛第９図に
関連して述べたようなボリュームの一例として、第１０
図は記憶ボリューム及び関連アンカーのブロック図を示
す。記憶ボリューム５００は４つのゾーン即ちゾーン１
　（５［）２）、ゾーン２’（５０４）、ゾーンλ（５
０６）、ゾーン４（５０８）’ｉ持っている。七のボリ
ュームに記憶さｎるのはデータ・セットＡ５１．Ｄ、デ
ータ・セットＢ５１１．データ・セットＣ５１２、デー
タ・セットＥ５１６、ゾーン・セットＦ５１４、データ
・セットＧ５１５、データ・セットＨ５１６、データ・
セット１５１７及びゾーン・セットＪ５１８である。ゾ
ーン・セットＢ、Ｅ及びＨにすべて同じデータ・セット
型のものであシ、従ってそれらはディレクトリ１（５２
［］）％よって参照される。同様に、データ・セットＣ
及びＩｆｌディレクトリ２（５２２）によって参照され
る。

そのボリュームには６つのデータ・セット型が表わされ
ているのでアンカー５２５は６個のインデックス・エン
トリ５２７〜５３２を持っている。

それらインデックス・エントリはデータ・セット型の順
次で位置指定されることに注意すべきである。従って、
アンカーにおける位置とボリューム上のゾーンとの間に
は何の関連もない。

データ・セット統計値がゾーン３（５０６）のみに対し
て要求された場合、アンカー５２５におけ名エントリの
うち第９図のステップ４８８におけるテストを通るもの
がないので、０のゾーン・セット・カウントが戻される
であろう。一方、ゾーン２に対して統計値が要求さ扛た
場合、アンカー５２５のインデックス・エントリ５２７
及び５３２がそのテストを通９．４のデータ・セット・
カウントが戻さ几るであろう。アンカー、媒体割付はマ
ツプ及びディレクトリ・データ・セットはＳＡＭの内部
にあると考えられ、ボリューム統計（直のためにはデー
タ・セットとしてカウント１れないことに注意すべきで
ある。

データ・セット・カウントと同様に、合計のカウント及
び利用可能なセクタのカウントが％足のゾーンに対して
又はすべてのゾーンに対して累算されなけｎばならない
。媒体割付はマツプ（ＭＡＭ）統計直に関する本発明の
論理動作が第１１図の流れ図に示される。その手順は照
会ＭＡＭ統計１直ルーチン・ステップ５５０で開始３ｔ
ｚる。ステップ５５１では、全セクタのカウント及び利
用可能セクタのカウントが０に初期設定される。ステソ
ゲ５５３において、すべてのゾーンが考慮されるべきか
或いは１つの％足のゾーンだけが考−慮されるべきかを
知るために入力がテスト−ａ几る。１つのゾーンだけで
ある場合、ステップ５５４においてゾーン・カウントが
１にセットされる。そうでない場合、ステップ５５６に
おいそゾーン３１６の数がＵＣＭ媒体割付はマツプ・バ
ッファ３０６のボリューム固定情報セクション３１０か
ら数比さｎｌそしてステップ５５７において現在のゾー
ンが１にセット芒ｎる。

ステップ５５９において、現ＬＡＮがそのゾーンに対す
る初期ＬＳＮにセットてれ、ゾーンの処理を開始させる
。そこでセクタ・ステータスがステップ５６１で数比て
れる。ステップ５６２においてそのステータスが未開付
けである場合、ステップ５６３で利用可能セクタのカウ
ントがインクレメントされる。ステップ５６５において
全セクタ・カウント及び現ゾーンＬｓＮがインクレメン
トされる。ステップ５６７におけるテストでそのゾーン
がまだ終了していない場合、次のセクタがステップ５６
２〜５６５において処理さ几る。そのゾーンが完全に処
理はれてしまった場合、ステップ５６９でゾーン番号が
インクレメントされそしてゾーン・カウントがデクレメ
ントさ扛る。

カウントさ、れるべきゾーンがないことがステップ５７
０でわかった場合、ステップ５７２でその手順は終了す
る。そうでない場合、次のゾーンが処理される。

これまでの図面及び説明は、１つの記憶ボリューム上に
傾数のゾーンが存在する場合ワード・プロセシング・シ
ステム１０における正規動作がどのように進行するかを
示したものである゛。しかし、そのシステムが傾数のゾ
ーンを形成するための方法も必要である。償数ゾーンに
対するＳＡＭ＠作はフォーマット・ゾーン分割と呼ばれ
る。ワード、プロセシング・システム１０では最後のゾ
ーンだけが分割される。

フォーマット・ゾーン分割に関する本発明の論理動作が
第１２Ａ図の流れ図に示される。その手Ｊ［Ｕ７オーマ
ツト・ゾーン分割ルーチン・ステンブ５７５でもって開
始される。ステップ５７６において、ＭＡＭゾーン分割
手順が行なわれ、分割点が媒体割付はマツプ・ゾーン・
データにおけるどこにあるかを決定する８分割点は５Ｅ
ＣＢ４００（第７図）のゾーン終了論理セクタ４０９に
よって決定でれる。ＭＡＮゾーン分割分割ルナ−チン割
されるゾーンに対するＵＣ８３ＤＯ内のソ゛−ン町変情
報３１２のロケーション、媒体割付はマツプ・データ・
バッファ３１４におけ、る媒体マツプ。

・データのロケーション、分割点に対するマツプ。

・データ内のオフセット及び指足芒れた新しいソ。

−ンにおけるセクタの数を与える。

ＭＡＭデータ・ポインタ及び分割点オシセットを使って
、新しいＭＡＮデータ・ヘッダーがＭＡＭデータにおけ
る分割点にステップ５７８で挿入され、そしてス讐−ツ
プ５７９で旧マツプ・データの長さが調節はれて、新し
いゾーンにおける割付はグループが最早旧ゾーンに属さ
ないという事実を反映させる。ステップ５８１において
現ゾーン３２７に対する最大ＬＳＮが新ゾーンのだめの
ゾーン可変情報−＼転送される。これは同じ全セクタ・
カウントがなお存在するためであるが、旧の高いＬＳＮ
は新ゾーンに対する高いＬＡＮとなる。

新ゾーンにおけるセクタ・カウントから、新ソ゛−ンに
対するゾーン最小ＬＳＮ３２６及び現ソ゛−ンに対する
その結果のゾーン最大ＬＳＮがステップ。

５８２で計算され記憶される。

キーストローク・サービス・ルーチンかそのボリューム
ニ関スるアンカー更新ノぐフォーマントを管理するのを
可能にするために、アンカーを現在の位置に残すか或い
はそれを新しいゾーンへ移動させるかのオプションが与
えられる。ステップ５８４の結果アンカーが移動さｎる
べき場合、ステップ５８５で割付は手順が行なわれてそ
のアンカーのためのセクタを新ゾーン内に割付け、ステ
ップ５８６でａめゾーンにおける現今のアンカー割付け
が解放される。

新シームに対する媒体割付はマツプはステップ５８８に
おける割付は手順を遂行することによって割付けられる
。ステップ５９０において新しい媒体割付はマツプに対
する新しいインデックス・エントリがアンカーに挿入さ
れ、媒体割付はマツプ及びアンカーが記憶ボリュームの
指定された論理セクタに書込まれる。最後にその手順は
ステップ５９４で終了し、フォーマント・ゾーン分割に
対する次の要求が受敞られるまで再開されない。

ＭＡＭゾーン分割に関する本発明の論理動作が第１２Ｂ
図の流れ図に示される。その手順はＭＡＭゾーン分削ル
ーチン・ステップ６００で開始される。ステップ６０１
においてゾーン終了ＬＳＮが取出でれセしてそれはステ
ップ６０２においてゾーン位置指定手順に使用されて適
正なシアンを位置指定する。

次に、論理セクタ番号及び媒体割付はマツプ・データに
おける次の割付はグループ・マツプの開始点に対応する
ロケーションがステップ６０４及び６０５において見つ
けられる。この情報及びゾーン可変情報３１２における
ゾーン最大ＬｓＮ３２７から新しいゾーンにおけるセク
タの数がステップ６０７において計算される。ステップ
６０８に′おいてゾーンＭＡＭデータにおける新ゾーン
のための第１割付はグループの開始点に対するオフセッ
トを得た後その手順はステップ６１０で終了し、ＭＡＭ
ゾーン分割に対する次の要求；゛検出されるまで再開さ
れない。

第１２Ｃ図及び第１２Ｉ）図は上記のゾーン分割手順を
示すブロック図である。ＭＡＭデータ６２Ｄは８個の割
付はグループＡＧ１〜ＡＧ８よシ成４る。ヘッダー長６
２２はＭＡＭデータ６２Ｄの長さ合計を含んでいる。ゾ
ーン可変情報領域６２８は現在のゾーンを記述する。シ
リンダ（１！Ｉ付はグループ）当）１６個のセクタがあ
ると仮テすると、ゾーン最小ＬＳＮ６３２は０であシ、
ゾーン最大ＬＳ’Ｎ６３３は１２７である。ゾーン・マ
ツプＩＯ付けＬＳＮ６３４はそのゾーン内に割付けら才
りる現ゾーンＭＡＭデータを示す。

□更に、現ゾーンが論理セクタ番号７３を含むそのシリ
ンダの末端で分割されるべきことをキーストローク・サ
ービス・ルーチン！＋４が決定したと仮定する。論理セ
クタ７３に対する割付はデータは割付はグループ５（６
２４）にある。従って、割付はグループ６Ｃ６２６）は
新しいゾーン内にあるべき第１割付はグループである。

ゾーン分割動作の結果生ずる状態が第１２Ｄ図にブロッ
ク図で示される。ＭＡＭデータ６２０はＭＡＮデータ１
（６３８）及びＭＡＭデータ２（６３９）に分割されて
いる。ＭＡＮ’データ１に関する長さ６４０は第１の５
削付はグループだけを含むように変更されている。ヘッ
ダー６４２は割付はグループ６Ｃ６２６）の前に挿入さ
れている。

ＭＡＭデータ２　（６３９）の長さ６４４は第２の６削
付はグループの長さとヘッダー自身の長さとの和にセッ
トされる。

ゾーン可変情報では、ゾーン１ｏＪ変情報６２８が更新
された結果、ゾーン１最大ＬＳＮ６４８は割付はグルー
プ５　（６’２１１　）における最後のセクタのＬＳＮ
を持っている。ゾーン２０Ｔ変情報６４６が初期設定さ
れた結果、ゾーン最小ＬＳＮ６５０は割付はグループ６
Ｃ６２６）における第１セクタのＬＳ’Ｎに等しくなっ
ている。ゾーン最大ＬＳ　Ｎ’（Ｓ　５２は割付はグル
−プ８（６２７）における最終セクタのＬＳＮに等しく
なっている。ゾーン２マツプ割付けＬＳＮ６５３はゾー
ン２に対するＭＡＭデータ２（６３９）がそのゾーンに
おける第１の利用可能セクタに記憶されたことを表わし
ている。

ゾーン回復に関する本発明の論理動作が第１３図の流れ
図で示される。その手順はゾーン回復ル−チン・ステツ
、；’６７５７開始される。ステップ６７６において、
アンカーにおける第１インデツクス・エントリが初期設
定として位置指定される。

ステップ６７８において現在のインデックス・エントリ
が回復を受けるべきデータ・セットであることがわかっ
た場合、ステップ６８０でルート・ノード論理セクタ番
号が叡出さｎｌそしてステップ６８１においてゾーン位
置指定手順が行なわれてそのデータ・セットのゾーンを
決定する。ステップ６８３において、そのゾーンが所望
のゾーンと一致する場合、ワード・プロセシング・シス
テム１０用のデータ・セット回復メソッドを使ってデー
タ・セットが回復される。アンカー及び媒体割付はマツ
プはアンカー内にインデックス・エンド」ノ鴫を持つが
、これらの項目はステップ６８５における標準のデータ
・セット回復動作を使っては回復されない。そのアンカ
ーの場゛合、ゾーン回復手順が回復動作である。

そのアンカーにおけるデータ・セット・インデックス・
エントリを処理した後、ステップ６８７において次のア
ンカー・インデックス・エントリが位置指定される。ア
ンカーの終シがステップ６９８において検出されてない
場合、次のエントリは前述のように処理される。それが
検出された場合、その手順はステップ６９１で終了し、
ゾーン回復に対する次の要求が発生されるまで生じない
。

要約すると、本発明は１つの記憶ボリュームをゾーンと
呼ばれる論理的に独立した複数の部分に分割し、それら
ゾーンを相互に論理的に独立して保持するようその後の
媒体割付けを管理し、ボリューム全体又は１つのゾーン
を基準にしてボリューム情報及び統計匝番与え、そして
パフォーマンスを°改善するためにボリューム回復の範
囲を単一のゾーンに制限するための方法及び装置である
。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施するワード・プロセシング・シス
テムのブロック図、第２図は第１図に示はれたプロセッ
サのブロック図、第３Ａ図はＤ’ＡＳＤにおけるドキュ
メント内のテキストの構成を示すブロック図、第５Ｂ図
は第３Ａ図のドキュメント・インデックスの一例を示す
図、第３Ｃ図は第３Ｂ図のルート／リーフ・ノードの一
例を示す図、第６Ｄ図は第３Ｃ図のリーフ・ノード・イ
ンデックス構成要素の詳細を示す図、第４図はボリュー
ムとデータ・セットとの関係を示すブロック図、第５Ａ
図は第１図のＳＡＭ内部制御ブロックにおけるユニット
制御ブロックの構成を示す図、第５Ｂ図は第５Ａ図の媒
体割付はマツプ・バッファの構成を示す図、第５Ｃ図は
第５Ｂ図の媒体割付はマツプ・データの詳細を示す図、
第６Ａ図及び第６Ｂ図は媒体割付はマツプからスペース
を割付ける動作ステップの流れ図、第７図は第１図のＳ
ＡＭインターフェース制御ブロックにおける記憶事象制
御ブロックの構成を示す図、第８Ａ図及び第８Ｂ図はデ
ータ・セットをオープン及びクローズする動作ステップ
の流れ図、第９図はデータ・セント統計値を照会する動
作ステップの流れ図、第１０図は４つのゾーン及び多数
のデータ・セットを含む記憶ボリュームの一例を示すブ
ロック図、第１１図は媒体割付はマツプ統計値をコンパ
イルする動作ステップの流れ図、第１２Ａ図及び第１２
Ｂ図はゾーンを分割して新しいゾーンのフォーマツトラ
作る動作ステップの流れ図、第ｉ２ｃ図及び第１２Ｄ図
はゾーン分割手順を示すブロック図、第１６図はゾーン
を回復する動作ステップの流れ図である。 出願人　インターナシタカル、ビジネス・マシーンズ・
コーポレーション代理人　弁理士　　　頓　　　宮　　
　孝　　　−（外１名） 第３Ｃ図 第３Ｄ図 第４図 第６Ａ図 第６Ｂ図 第７図 第８Ａ図 第８Ｂ図 第１０ｒＩ！Ｊ 第１２Ａ図 第１２Ｂ図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 直接アクセス記憶装置に記憶されたテキスト・ストリー
   ムを訂正のために選択し得るようにした、ワード・プロ
   セシング・システムにおいて、正規のアクセスが行われ
   る前に回復を必要とするデータ・セット又はボリューム
   ・インデックスのエラーがあるかどうかに関する情報を
   与えるために、読取又は書込アクセスのために選択され
   たデータ・セットを含んだゾーンを決定し、 読取又は書込アクセスに対してオープンであ名データ・
   セントを含んだゾーン全表示し、読取又は書込アクセス
   に対してオープンであってクローズのために選択可能な
   データ・セットを含んだゾーンを決定し、 クローズされるデータ・セットに対するゾーン内に読取
   又は書込アクセスに対してオープンである少くとも１つ
   のデータがあるかどうかを、名データ・セットに対する
   制御ブロックのチェーンから決定し、 読取又は書込アクセスに対してオープンであるデータ・
   セットがないゾーンを表示するステップを有することｔ
   ［徴とするワード・プロセシング・システ、ムにおける
   データ・セットのボリューム回復方式。 ｃ以下余白）