JPS59165162A - 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】 〔発明の背景〕 本発明はワード・プロセシング・システムに係シ、更に
詳細に説明すればデータ・セットの更新中に媒体エラー
又はシステム電源の障害等が生じたとき直接アクセス記
憶デバイス（ＤＡＳＤ）の記憶データを回復することに
係る。

本発明に関係する先行技術には、次のようなものがある
。　。

（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５非常に簡単なフォーマットを使用して
いる。各ディスケットでは正確に６２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を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
、これをシステム・メ禿りに一度に保持することができ
る。ＩＢＭ　　Ｏ８／６システムのボリューム・インデ
ックスは、ディスケットに冗長的に記録されている。Ｉ
ＢＭ　　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
題を惹起しない。　、 このアプローチの１つの問題は、１デイスケツトあたシ
正確に３２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・セットを所与のディスケット・ボ
リュームに記憶することを必要とするものであシ、従っ
て３２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。とのことは、１つの記憶ボリュームか
大容量の内部ノ・〜ド・ディスクであるようなワード・
プロセシング・システムについて特にあてはまる。

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。つまシ、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５１／２１−ラッ
クにも達する。言いかえれば、所与のディスケットで利
用可能な７０トラツクのうち最大１６トラツクが無駄と
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１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。Ｅ　
Ｈ、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％’　Ｄ　Ｓ　Ｌのサイズは
対応するデータ・セットのサイズに依存する。文書の成
るページを探し出すには、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シ、このぺ°−ジがディ
スケットのどこに置かれているかを探し出すことが必要
である。

このアプローチの問題は、ディスケット上のＥＨＬ又は
ＤＳＬ領域における媒体エラーに対し非常にもろい、と
いう点にある。もしＥＨＬを保持する媒体セクタを適正
に読取ることかできなければ、このＥＨＬブロックによ
ってアクセスされるすべてのデー５り・セット及び後続
のＥ　ＨＬ　フロックによってアクセスされるすべての
データ・セットが失われ、従って操作員はもはやこれら
のデータ・セットをアクセスすることができない。ＤＳ
Ｌについても、同様の問題が生ずる。すなわち、もし成
るＤＳＬセクタをディスケットから適正に読出すことが
できなければ、このＤＳＬブロック及びそのすべての後
続ブロックが失われるので、これらのＤＳＬセクタによ
ってアクセスされるすべてのレコードも同様に失われる
ことになる。

前掲のＩ　ＢＭ　　Ｏ８／６シヌテム及びＩＢＭディス
プレイライター・システムの他の問題は、ディスケット
上の成る物理セクタにエラーのないことが、ディスケッ
トを使用する際の不可欠の条件である、という点にある
。このことは、シリンダ０（ホーム位置にある読取／書
込ヘッドでアクセスされるディスケット・トラック）に
ついてあてはまシ、ここにはボリュームの残シの内容を
解釈するように標準アーキテクチャに従って構成された
成る種の情報を格納することか必要である。言いかえれ
ば、もし成るディスケットのトラックでエラーが検出さ
れれば、このディスケットをそれ以上使用することがで
きないのである。

（ｃ）　　Ｉ　Ｂ　Ｍ　　３７３０は、データ・セット
・インデックスを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ノフロ
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・セットの中間部に
置か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、そうするためには先行するすべてのブロッ
クを読取らねばならないからである。従って、ランダム
・アクセス時の性能を向上させるには、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、データ・セット・インデック
スを保存することにより、媒体エラーのために失われや
すい操作データの量を減少させるとともに、媒体エラー
や電源の障害若しくは他の異常な条件に起因するデータ
・セット若しくはボリューム・インデックスの不完全な
更新の後に回復される操作データの量を増大させること
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。簡単に言えば、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、すなわちＤＡＳＤから情報を
取出すか又はＤＡＳＤへ情報を書込む−に、ボリューム
上の重要（クリチカル）情報を保護するように編成され
ている。ここで、重要情報とは、これを失うと相当量の
操作データが失われ、そしてかかるデータを再び作成す
るのに操作員が相当の時間を必要とする、そのような情
報である。本発明の目的は、次の２つの方法を通して達
成される。

第１に′、通常のシステム動作中に、データ・セット・
インデックス又はボリューム・インデックスが更新され
ねばならない場合、重要情報のセクタが２つのコピーの
形で記憶ボリュームへ書込まれる。第１のコピーは上位
レベルのインデックスによって指示された位置に置かれ
、第２のコピーは第１のコピーから一定距離だけ離れた
位置に置かれる。従って、もじ第１゛のコピーが置かれ
たボリューム上の位置が知られているならば、媒体エラ
ーのために第１のコピーを適正に取比すことができない
場合でも、第２のコピーを探し出すことができる。

第２に、たとえば成るデータ・セットの更新が終了“し
ていない場合にデータ・セット又はボリューム・インデ
ックスでエラーが検出されたときは、できるだけ多くの
情報を回復するようにすべてのボリューム及びデータ・
インデックスがスキャンされる。このスキャニング技法
は、データ・セット・インデックスに欠陥がないことを
仮定した通常の記憶アクセス方式（Ｓ”ＡＭ）の動作に
使用されるスキャニング技法よりも一層完全であり、イ
ンデックス構造中のエラーのために通常の高性能探索ル
ーチンが探し出すことができないようなデータであって
もこれを探し出すことができるのである。

（以下余白） 〔実施態様の説明〕 第１図を参照するに、図示され九ワード・プロセシング
・システム１０はキーボード１２會含み、これは入力さ
れたテキスト及び指令をチャネル１４ｔ−介してプロセ
ッサ１６へ転送する。プロセッサ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ＤＡ８Ｄと略す）２２
、プリンタ２４及びランダム・アクセス式ｑ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を介してテキスト・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２，６
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２０ｖｃも供給される。

キーボード１２ｖｉ−介して入力された後、テキストは
ＤＡＳＤ　　２２に記憶されるか又はプリンタ２４によ
って印刷されうる。

メ°モリ２６は多数のデータ領域を含み、ま友記憶され
友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。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Ｔ８Ｂと略す）２８に配憶され
る。

ＴＳＢ制御ブロック３０はＴＳＢ　　２８のデータ領域
として使用され、チャネル５２ｔ−介してＴＳＢ　　２
Ｂへ接続される。キーボード１２１に介して各文字が入
力される場合、この文字はキースト０−　／・サービス
・ルーテンの集合５４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６６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友めの所定のキー
ストローク・サービス・ルーチンを決定する。このため
、キーストローク制御ブロック制御ブロック３６はチャ
ネル３８を介してキーストローク・サービス・ルーテン
６４へ連結される。さらにキーストローク・サービス・
ルーチン６４はチャネル４０を介してＴＳ’８　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３０へ連結される。

テキストが’Ｉ’８Ｂ　　２Ｂへ移動されるか又はそと
から移動さｎねばならないととｔ−Ｔ８Ｂ制御ブロック
６０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４
４へ通知される。ＳＡＭルーテン４４は、ＤＡＳＤ　　
２２とメモリ２６との間のすべてのデータ移動全制御す
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ルーテン４４Ｇ代わりにそれぞれのアクセス方
式ルーチンが客用されるが、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５Ａｈ（インタフ
ェース制御ブロック５０を介して、ＳＡＭルーチン４４
へ他の制御情報及びデータを通信する。（キーボード１
２、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ブロック
５０の代わり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８゛Ａ　
Ｍサービス要求を完了し穴場会、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・ルーテン３４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インタフェ
ース制御ブロック５０はチャネル５２を介してＳＡＭ／
Ｉ／−テン４４へ接続される。

８ＡＭブロック５４はメモリ・バス１Ｂ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５６ｔ
−介してＴＳＢ２８と接続される。ＳＡＭルーチン４４
はチャネル５８を介してＲＡＭ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インタフ岑−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５４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
６２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８ＡＭ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
５４の動作に必要なフラグ及びステ７タス情報を記憶す
るために使用される◇ことで、第１図全参照してワニド
・プロセシング・システム１０の動作を簡単に説明する
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・ルーテン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・
二ン′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ＴＵＢ　　２Ｂへ記入される。これらの
グラフィック及び指令がＴ０ｎ　　２Ｂ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
。ＴＵＢ　　２Ｂ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、キーストローク・サー
ビス・ルーチン３４は８ＡＭインタフェース制御プロ・
ツク５０に制御情報を記憶することにＬす、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、ｐ入ｓｐ　　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。また選択され九ページ１Ｄ
ＡｓＤ　　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１−変更及び訂正してこれ’１Ｄ
ＡＳＤ　　２２へ再び記入し−ｆｃ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の代表的なハードワエア要
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ロプ
ロセッサ８０Ｂｔｌ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８０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。また、制御ユニット８０はデータ
及びアドレス転送用の内部／（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ｆｔ！′生じ、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（Ａｔ、Ｕ）８Ｂ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８０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１って達成される。外部クロν
り源によって発生されたクロック・パルスは、バス９０
全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を介して人力される。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
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、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、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の互いに異なる七りションを命令メモ
リ及びデータ・メモリとして使用することも可能でおる
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
Ｉ、１０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８４ｔ−介して制御ユニ
ット８０へ供給される命令の制御下で、ＡＬＵ８８に工
って最初に処理される。ＡＬｏ　　８Ｂは線８６上の制
御信号に応答してこの８令に従った演ｇｔ−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、ＡＬＵ８Ｂ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。

たとえは、ＡＬＵ８８をら内部バス８４ｉ１−介しプロ
グラム・カワンタ１０４、データ・ポインタ・レジスタ
１０６又はステータス・レジスタ１１０ヘデータを転送
することがＯＴ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工って決定される。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、またこれは本発明の要旨には
関係がないので、以下では各動作の説明を省略する。

ＤＡＳＤ　　２２上の記憶媒体に記憶さ２′Ｌ、ｆｃ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ページ数は不定であり
、当該データ・セットを記憶すべき記憶ボリュームの容
量に工Ｑ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ＤＡＳＤ
２２中の単一のディスケットに記憶されるか又れハード
・ディスクに記憶される。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、他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工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９、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ｂ８Ａｔ理解する上で重要なことで
はない。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園には、成るテキスト文書がＤＡＳＤ　　２２上の
１′）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３つのテキス
ト・ページ、即チページ１（１２４）、ページ２　（１
２６）及びページ３（１２８、）から成る。ページ１（
１２４）は３つのレコード、即ちレコード０（１３０）
、レコード１（１５２）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（１３，０）を
有するに過ぎない。ページ３（１２Ｂ）は２つあレコー
ド、即チレコード０（１５６）及びレコード１（１３８
）を有する。

データ・セット・インデックス１２２は、データ・セッ
ト１２０の前記ページがｒｊＩｔかれている記憶媒体上
の位置を決定する几めに第２−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１２
２は文書の各ページごとに１つのインデックス・エント
リヲ含み、この例ではページ１ないしページ６にそれぞ
れ対応するインデックス・エントリ１４０，１４２及び
１４４を含んでいる。

所望のページを速ρ為に探し出すことができるように、
各ページ・インデックス・エントリは該エントリに工っ
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。がくて、この例では、ページトキー１４６、
ページ２°キー１４８及びページ３°キード５ｏが含ま
れている。たとえば、ページ２（１２６）？探し出すた
めには、そのキーとページトキー１４６會単に比較する
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１
０では、各データ・セット・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。

成るページの各レコードは、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的な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損られるのであ
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Ｉ！３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０・記述子１５２とし
て設けられでいる。

ページ１（１２４）の残りのレコートハ、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に設けられたレコニド０・記述子１５８によ
って決定される。

前述と同様に、ページ３・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を含み、これらによってページ３のレコード０（１
５６）及びレコード１（１６８）全それぞれ探し出す。

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・セットへテキストｉ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ｉ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。

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・エントリに工ってページを直接的に参
照する工うなものである。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士
するので、ルート／リーフ・ノード１７０と呼ばれる。

ルート／す′−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１７４ｔ−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ｔｍ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
ｚ７８１４当咳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
して記入し友くない情報をここに置く仁とができる。

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、当該文書のページを直接的にポイントする工うな複
数のインデックス・エントリヲ含む。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及びページＮ２・インデックス・エン
トリ１８４を含む。但し、Ｎ１及びＮ２は当該文書にお
ける１対の連続ベージのページ番号？表わす。ベージＮ
トインデックス・エントリｉＢ２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１７７はページＮ２・キー
１８１を保持し、そしてレコードＯ・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１りはページ・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４Ｃ図には、第４Ａ図のノード・ヘッダ１７１が一層
詳細に図示されている。ノード・ヘッダ１７１は、デー
タ・セット・インデックスの一部として当該インデック
ス・ノードに関する情報を与える。第４Ｃ図に示したフ
ォーマットはすべてのインデックス・ノードに共通で−
あるが、各フィールドの内容はデータ・セットごとに異
なることがちシ、また同じデータ・セットでもインデッ
クス゛・ノードごとに異なることがある。ノード長１８
４は当該インデックス・ノードで使用可能なデータの全
体的長さを保持する。ノード長の値とＤＡＳＤ　　２２
のセクタ・サイズとの差は、当該インデックス・ノード
が充満する前の残存スペース量を指示する。

オブジェクト識別子（■Ｄ）　１８５はこのインデック
ス・ノードが属するデータ・セットのタイプを示し、こ
れはオブジェクト属性１８６及びオブジェクト・タイプ
１８７がら成る。オブジェクト・タイプ１８７はデータ
・セットの一般的なタイプを示す。たとえば、すべての
テキスト文書は同じオブジェクト・タイプを有する。オ
ブジェクト属性１８６は、このインデックス・ノードが
成る下位レベルのデータ・セット又はデータ・セットの
インデックス（ディレクトリ）のどちらに属するのかと
いうことを示す。

ノード階層１８８は、インデックス・ノードのタイプを
示す。インデックス・ノードの種々のタイプには、ルー
ト・ノード（主要ナデータ・セット・ノード）、リーフ
・ノード（データ・セットのレコ−ドを直接的にポイン
トするノード）、ルート／リーフ・ノード（ルート′・
ノード及びリーフ・ノードの組合せ）及び中間ノードが
ある。第４Ａ図は、／ｈさなデータ・セットに対するル
ート／リーフ・ノード１７０を示す。

ノード・レベル１８９は、当該ノードがデータ・セット
中で占めるレベルを示す。リーフ・ノードは常にノード
・レベル値と・して０を有し、このことはルート／リー
フ・ノードにもあてはまる。

というのは、当該ノードがルート・ノードであると同時
に、リーフ・ノードでもあるからである。

もし当該データ・セットが複数のインデックス・ノード
を必要とするような大きなものであれば、インデックス
中の任意のノードに対するノード・レベルはリーフ・レ
ベルからの距離を示す。かくて、ル「ト・ノードのノー
ド・レベルは常に当該データ・セットにおけるレベルの
最大数を示す。

なぜなら、ＳＡＭルーチン４４はルート・ノードから任
意のリーフ・ノードへのレベル数が等しいことを保証す
るからである。

トリーＩＤ　１９０はノード・ヘッダの最終部分であシ
５．記憶ボリューム上の当該データ・セットについて一
意的であるようなデータ・セラ）ＩＤを保持する。同じ
データ・セットにあるすべてのインデックス・ノードは
同じトリーＩＤを有し、異なるデータ・セットに属する
インデックス・ノードは異なるトリーＩＤを有する。ト
リーＩＤはデータ・セットの作成時に割振られ、同じＤ
ＡＳＤ　　２２に同じデータ・セットが存在する限り再
び割振られることはない。

操作員が当該文書に多くのテキスト・レコード及びペー
ジ゛を追加する場合には、ルート／リーフ・ノード１７
０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カーできなくなる。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２ｏｏ１１つのリーフ・ノードＡ　（、２０２）及
び１つのリーフ・ノードＢ（２０４）へ分割される。ル
ート・ノード２００は、ルート／リーフ・ノード１７０
と同じデータ・セット・プロフィル１７２とルート／中
間インデックス構成要素２０５を含む。リーフ・ノード
Ａ　（２’０’２　）はリーフ・ノード・チ手−ン２０
６及びインデックス構成要素２０８を含み、一方、リー
フ・ノードＢ　（２０４’　）はリーフ・ノード・チェ
ーン２１０及びインデックス構成要素２１２を含む。第
４Ｃ図を参照するに、第５Ａ図に示したルート・ノード
２０’０のノード・レベル１８９は値１を有し、−リー
フ・ノード２０２及び２０４のノード・レベル１８９は
値Ｏを有する。　　　　　　　゛ 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１８０を参照のこと）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つのインデックス構成要素２０８及び２１２に分
割されておシ、ページＮ’１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’　ｃ＋　２　’＞のインデックス構成要素２０
８に記憶されるのに対し、ページＮ２ないし２（当該文
書の最終ページ）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トインデツクヌ・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・エントリでアシ、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２
１２中の最初のインデックス・エントリであることを暗
示する。この例では、ページ２は当該文書の最終ページ
であるから、ページ２・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。

ｉＳＡ図及び第５Ｂ図に示されたインデックス構造によ
れば、所望のページに対するリーフ・ノードを速やかに
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−Ｈ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・キーを保持するルート・ノー
ド２００中の棄初のインデックス・エントリは、所望の
ページ（但し、当該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・エントリを保持すべき特
定のリーフ・ノードを参照する。

一般にスクローリングと呼ばれるような文書の順次的な
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、表示点又は訂
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ＩＪ−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２０
６は２つの論理セクタ番号（ＬＳＮ）、すなわち前位リ
ーフ・ＬＳＮ　　２１６及び次位リーフ・ＬＳＮ　　２
１Ｂを含む。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、その前位リーフは存在しな
い。従って、その前位リーフ・ＬＳＮ　　２１６は、Ｓ
ＡＭルーチン４４によって無効な論理セクタ番号として
認識されるような値にセットされる。リーフ・ノードＡ
（２０２）ｉ７）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持する
。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　　
２２’０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
）は当該文書の最終ベージに対するインデックス・エン
トリを保持しているので、次位リーフ・ＬＳＮ　　２’
２２は無効な論理セクタ番号を保持する。・ ルート・／−）”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
憶ボリュームに置がれたリーフ・ノードＡ　（２０２’
　）及びリーフ・ノードＢ（２０４）を探し出すことを
可能にする。リーフ・ノー゛ドＡ（２０’２）では、さ
−ジＮトインデックス・ニジトリ１８２はリーフ・ノー
ドＡ（２０２）Ｋよって参照さ゛れる最終ページを参照
する。

このことは、ベージＮ１今一１８６（第４Ｂ図）がイン
デックス構成要素２０８中で量大のキーであることを意
味する。従って、これはリーフ・ノードＡ（２０２）の
ハイ・キーと呼ばれる。同様に、リーフ・ノードＢ（２
０４）のベージ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
れのキーよシも大きいので、このベージ２・キーがリー
フ・ノードＢ（２０４）のハイ・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・エントリ２２４はページＮトキー１８６及びリー
フ・　　□ノードＡのＬＳＮ　　ｊ’６を含み、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・ノーにＢのインデックス・エント
リ２３２には、ベージ２・キー２２８及びリーフ・ノー
ドＢのＬＳＮ　、２３．、［：ｉｌＫ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、レコードに関する情報やインデックス・ノードの
長さを保持していない、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Ｋｌ−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）
を参照するから、これらのインデックス・ノードの長さ
は常に同じであり、従って前述のような情ノトリから省
略す名ことが できる。

所与のリーフ・ノー□ドでは、既存のインデックス・エ
ントリへ新しいベージ又はレコードのインデックス・エ
ントリを挿入したシ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ペー゛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が不足するリーフ・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２３２）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、す゛なわち新しい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
分割する動作の単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
ク文字及び指令を記入すると、相当量のリーフ・ノード
が追加されることがある力Ｓ２　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
ペースが足シな−くなって、他のリーフ・ノードのイン
デックス・エントリを収容しきれなくなる。従って、こ
の時点でルート・ノード２００を再び分割しなければな
らない。

なぜナラ、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
か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）。そのかわシに、中間メートと呼ばれる他の
タイプ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
であシ、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２ｄ２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維持す
るかわりに、中間ノードＩ（２４４）及び中間ノードＪ
（２４６）の論理セクタ番号を保持している。中間ノー
°ド（（２，ｄｄ）にはインデックス構成要素２４８が
ちシ、これはリーフ・ノードＢ、　（２５６、）リーフ
・ノードＣ（’２．５８）及びリーフ・ノードＤ（２６
０）を参照するためのリーフ・インデックス・エントリ
２５０．２５２及び２５４をそれぞれ含んでいる。かく
て、第６図は６レベルのインデックス・トリーを例示し
てお９、そこではルート・ノード２４０のメート・レベ
ル値は２であシ、中間ノードＩ（２４４）及びＪ（２１
６）のノード・レベル値は１であり、そしてすべてのリ
ーフ・ノードのノード・レベル値は依然として０である
。インデックス構成要素２４８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）中のインデックス構成要素２６２は、
インデックス構成要素２４．８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２．１０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、ＳＡ’Ｍルーチン４４は２つの異なる方法で、
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・ノードＤ（２６０）で参照される伐るページの最
初のレコードを探し出すために、ＳＡＭルーチン４４は
ＤＡＳＤ２２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を探索することにょシ、
中間ノードＩ（，２４４）が核当する中間ノードである
ことを決定する。次いで、中間ノードエ（２４４）が記
憶媒体から取出され、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。記憶媒体がらり−７・ノードＩ）（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、もし操作へかリーフ・ノードＣ（２５８）で参照
される量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、記憶媒体上のリーフ・ノードＤ’
（２６（）　）を直接探し出すためにリーフ・ノードＣ
（２５８）中のリーフ・ノード・チェーンを使用するこ
とができる。すなわち、この場合にはルート、・ノード
及び中間ノードを再び取出したり、探索することは全く
必要ないのである。

第４Ａ図ないし第６図に例示されたインデックス構造は
、ボリュームを複数のインデックスの階層として構成す
ることによって、単一のデータ・セットからボリューム
全体まで一般化することができる。第７図は、ボリュー
ム・インデックスをブロック図の形式で例示する。この
例では、記憶ボリュームは３つのデータ・セントを有し
、そのうち２つのデータ・セットは同じタイプ（たとえ
ば、テキスト文書）のものであり、残りのデータ・セッ
トはそれとは異なるタイプのものである。

媒体制御レコード２８０は各記憶ボリュームごとに設け
られ、ボリューム・ラベル（ボリューム名）の如き対応
ボリュームの全体に関する情報を保持する。媒体制御レ
コード２８０には、ボリューム上のデータに関する情報
を与えるために、ヘッダ１フイー゛ルド２８１カ磯けら
れる。特に５ヘツダ１フイールド２８１は（媒体制御レ
コード２８０からアンカー２８４への矢印によって示さ
れるような）アンカー装置ポインタ２８２を含み、これ
はボリューム上のアンカー２８４の位置を示す。

アンカー２８４は第ルベルのボリュ７ム・インデックス
情報で泰る。アンカー２８４０機能は、データ処理シス
テムのＤＡＳＤ記憶ボリュームに置かれたボリューム目
録に似ている。ワード・プロセシング・システム１ｏで
、ハ、アンカー２８４・セット幸インデックヌとして購 成される。特に、アンカーの？オーマットはルート／リ
ーフ・ノードのフォーマット（第４Ａ図参照）と同じで
ある。しかしながら、第４Ａ図のように文書のレコード
及びぺ−゛ に、アンカー２８４はボリュ、ム情報又は他のデータ・
セットを参照する。他のインデックス・ノード°と同様
に、アイカー２８４は下位レベルのデータを参照するた
めのインデックス構成要素２８５を含んでいる。

アンカー２８４のインデックス構成要素２８５は、第４
Ｂ図に示したインデックス構成要素１７６と同様のフォ
ーマットを有する。アンカー２８４では、そのインデッ
クス・エントリのキーは（ベージＮトキー１７８と同様
に）データ・セット・タイプから構成される。かぐて、
アンカー２８４には、記憶ボリューム上の一意的なデー
タ・セット・タイプごとに１つのインデックス・エント
リが存在する。

媒体割振マツプ２８６は、゛記憶媒体上の各セクタの割
振ステータスを示す。ワー　ド・プロセシング・システ
ム１０では、媒体割振マツプ２８６は媒体上の各セクタ
ごとに１つの指示を・保持する。

この指示は、成るデータ・セットへ割振るために対応す
るセクタが利用できるか否かを示す。既存のインデック
ス・ノード及びデータ・セット・レコードに対するこれ
らの指示は、対応するセクタが既に割撮られておシ′、
従って利用できないととを示す。この種の媒体割振技法
は当該技術分野では周知であると考えられるので、ワー
ド・プロセシング・システム１０の媒体割損マツプを管
理するために実際に使用される技法については、その説
明を省略する。アンカー・インデックス構成要素２８５
中の媒体割嘔マツプ２８６に対するインデックス・エン
トリはそのキーとして該媒体割振マツプ２８６へ割４辰
られた一意的なデータ・セット・タイプを有し、そして
（たとえば第４Ｂ図のレコード記述子１７９の如き）レ
コード記述子として論理セクタ番号２８７及びボリュー
ム上の媒体割振マツプ２８乙の長さを有する。

第７図の例では、データ・セラ）Ａ（２８８）がそのタ
イプを有するボリューム上の唯１つのデー！・セットで
あると仮定する。従って、アンカー・インデックス構、
成要素２８５中のインデックス・エントリは、データ・
セットＡ（２８Ｂ）のデータ・セット・タイプから構成
され殖キーと、データ・セラ）Ａ（２’８Ｂ）のルー外
・ノニド゛の論理セクタ番号を示す論理セクタ番号２８
９から成る。

しかしながら、データ・セットＢ（２８９）及びデータ
・セラ）、Ｃ（２９’Ｏ’）は、ｍじデータ・セット・
タイプを有するものと仮定する。成るインデックス構成
要素中のキーは一意的でなければならず、そしてデータ
・セットＢ（２８９）及びデータ・セットＣ（２９０）
のデータ・主ット・タイプから構成されるキーは同等で
あるから、この要件のために他のレベルのインデックス
が導がれる。ディレクトリ２９１は下位レベルのデータ
・セットに対するデータ・セット・インデックスである
。ディレクトリ２９１のデータ・セット・タイプは、該
ディレクトリが参照するすべてのデータ・セラ１ト・タ
イプと同じである。従って、アンカー・インデックス構
成要素２８５中のインデックス・エントリはディレクト
リ２９１のデータ・セット・タイプから導かれたキーを
使用し、そ　　　　　−して論理セクタ番号を介してデ
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・
セットのルート・ノードを参照する。インデックス構成
要素２９６中のインデックス・エントリに対するキーは
、（第４Ａ図における各データ・セットのルート・ノー
ドのデータ・セット・プロフィル１７２に保持される如
き）データ・セット名である。ワード・プロセシング・
システム１０では、単一の記憶媒体上のデータ・セット
、は一意的なデータ・セット名を有さなければならない
。従って、ディレクト、す・インデックス構成要素２９
３中のキーは一意的である。

他のすべてのデータ・セット・インデックスと同様に、
データー・セットの数が増加してこれと同じデータ・セ
ット・タイプのすべてのデータ・セットに対するインデ
ックス・エントリが単一のルート／リーフ・ノードに収
ｉりきらなくなった場合には、ディレクトリ２９１を複
数のレベルへ拡張することができる。しかしながら、ワ
ード・プロセシング・システム゛１０における一意的な
データ・セット・タイプの数は限られているので、ルー
ト／リーフ・ノードより大きくなるようにアンカー２８
４や拡張す、□ゆぶ。

第８図に７は、第１図に示したＳＡＭ内部制御ブロック
６２の一部が詳細に図示されている。ユニット制御ブロ
ック／記憶（以下ＵＣ８’と略す）３００はデバイス・
ステータス、動作ステータス及び制御情報を保持すると
ともに、データ・セット及びボリューム・インデックス
をアクセス及び更すュームトハ、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を意味する。ワ
ード・プロセシング・システム１０の処理に利用を有す
る。

デバイス・ステータス嶺域６０２は、ＤＡＳＤ２２に対
する実際のＩ１０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情報を保持す
る。また、この領域３９２は、キーストローク・サービ
ス・ルーチン３４からの要求を処理している間にアクセ
スすべき利用可能なボリュームを決定するために、ＳＡ
Ｍルーチン４４４によって使用される。

ボリュームのデータ・セット・インデックス・バックア
ロ０４は、アンカー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。このバッファはＤＡＳＤ　　
２２中のボリュームに対するアンカー２８４（第７図）
を保持する。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伐るデータ・セットを探し出さねば
ならない場合にＤＡＳＤ２−２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・セットのタイプ（たとえば、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・セットを探し出
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３０６．３０８及び６１０によって識別される
インデックス・ノード・バラシア１ない・し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・インデックス・ノードを処理するために使用
される。インデックス・ノード・バッファ１ないし乙の
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。

媒体割振マツプ・バッファ３１２は、記憶ボリュームに
対する媒体割振マツプのスペースを与える。このバッフ
ァは、ＤＡＳ、Ｄ　　−２２中の媒体割振マツプ２８６
（第７図参照）のコピーを保持する。

ＵＣ，５３００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１中間的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、以下ではその説明を省略す、る。

第８′図には、第１図のＳＡＭインタフェース制制ブロ
ック５０が詳細に示されている。８４Ｍルーチン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事、ＤＡ
ＳＤ　　２２からメモリ２６へ１以上のレコードを読取
る事、そしてメモリ２６からＤＡＳＤ　　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３４ＫＪ：って要
求されるＳＡＭルーチン４４の各サービス毎に、１つの
記憶事象制御ブロック（以下５ＥＣＢと略す）６６０が
必要である。実際に５ＥＣＢ３００に割撮られるメモリ
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３４によって決定される。第１図のチャネル
４６は、このようにして割撮られた５ＥＣＢ　　３３０
の領域をＳＡＭルーチン４４へ渡すために使用される。

５ＥＣＢ　　３３０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３３
２は要求された主要な動作指令（たとえば、ボリューム
回復）を指示するとともに、当該要求を修正しうる指令
オプションを指示する。指令及びオプション指示領域３
６２は、特定の指令を処理すべきＳＡＭサービス・ルー
チンを生ずるために使用される。

回復バッファ位置領域３０４は、メモリ２６におけるグ
ローバル回復バッファ６４０の位置を保持する。５ＥＣ
Ｂ　　’３３０と同様に、グローバル回復バツＺア３４
０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・ルーチン３４によって選択される。グ
ローバル回復バッファ３４０は、エラー検出後にボリュ
ーム及びデータ・セット・インデックスを検査又は再構
成することが必要な場合に、ＳＡＭルーチン４４によっ
て使用される。

記憶ボリューム上にあるデータ・セット及びデータ・レ
コードの保護及び回復には、２つの段−階゛がある。す
なわち、媒体エラーに起因するデータの損失を防止する
ために行われる予防段階と、可能なエラーが検出された
場合に行われるデータ・セット及びボリューム・インデ
ックスのスキャン　　゛段階とがある。

媒体エラーが検出されるのは、データの取出時にこのデ
ータがワード・プロセシング・システムによって有効と
して認識されないような場合である。ワード・プロセシ
ング・システム１０におけム媒体エラーには、ＤＡＳＤ
　　２２に共通のエラーがあり、これらのエラーは媒体
表面の汚れ、媒体の磨滅、等が原因で牟することがある
。

ワード・プロセシング・システム１０でハ、媒体エラー
に起因するデータの致命的な損失を防止するために、ボ
リューム上にある重要（クリチカル）データを重複して
記録するようにしている。

これは冗長又は重複記録として知られている。もちろん
あらゆるデータの２つのコピーを記憶ポリ１　　　ニー
ムに記録することも可能であるが、このアプローチは記
憶ボリュームの実効容量を実際の容量の半分に減少させ
るという欠点を有する。従って、ワード・プロセシング
・システム１０では、記録される全情報のうちのサブセ
ットを重要情報として指定し、これを冗長記録すること
によって保護する°ようにしている。ここで重要情報と
は、再び作成したシ又はワード・プロセシング・システ
ム１０へ再び記入するのに操作員が多大の労力を必要と
する、そのよう゛な情報をいう。

ボリュームの実効容量を減少させないようにするにはす
べての情報を重要情報として指定することはできないの
で、ワード・プロセシング・システム１０で適用される
最初の規則は、データ・セット中のデータ・レコードが
重要情報ではない、とするものである。個別的なデータ
・レコードが失われたとしても、これを回復するＫは′
キーボード１２を介してデータを再び記入するだけで済
むからである。従って、データ・セット・インデックス
・ノード又はボリューム・インデックス・メートだけが
重要情報であるとみなされる。

第７図を参照するに、もし媒体制御レコード２８０を正
しく取出すことができなければ、アンカー及びすべての
データ・セットを探し出すことができない。従って、媒
体制御レコード２８０は重要情報であるとみなされる。

ワード・プロセシング・システム１０では、媒体制御レ
コード２８０は常に論理セクタ番号０及び論理セクタ番
号１７に記録される。これらの論理セクタ番号はデバイ
ス・タイプ（ディスケット又は）・−ド・ディスク２２
）とは無関係である。媒体制御レコード２８０の２つの
コピーの内容は同じである。

媒体制御レコード２８０と同様に、アンカー２８４も重
要情報であるとみなされる。なぜなら、アンカー２８４
を読取ることができなければ、い□かなるデータ・セッ
トをも探し出すことができないからである。従って、各
記憶ボリュームにはアンカー２８４０２つのコピーか記
憶される。アンカー２８４０２つのコピーの内容は同じ
である。

媒体制御レコード２８０を読取る前に、ワード・プロセ
シング・システム１Ｄはこの媒体制御レコード２８０の
１次及び２次コピーの位置（論理セクタ番号）を知って
いなければならない。媒体制御レコード２８０はアンカ
ーＬＳＮ　　２Ｂ２を保持しているので、このアンカー
゛を記憶ボリューム上の欠陥がない任意の論理セクタに
記憶することができ、また元の論理セクタに更新された
コピーを正しく記憶することができなければ、そこから
移動することもできる。このような場合は、アンカーの
最終位置を反映するように媒体制御レコードを変更する
ことだけが必要である。

システム性能を改良するためには、冗長的に記録される
情報の両コピーを互いに物理的に接近してボリューム上
に置くことによシ、ＤＡＳＤ　　２　　　　−２の読取
シ／書込みヘッドがこれらの間を移動するに要する時間
を慢小にすることが望ましい。一方、単一の欠陥又は障
害によシこれらの両コピーに対するアクセスが妨げられ
ないようにするためには、これらのコピーを互いに離れ
て配置することが望ましい。さらＫ、これらのファクタ
（性能、リスクの減少）の相対的重要度は、ボリューム
の内容に応じて、ボリュームごとに異なる、ということ
がある。

媒体制御レコード２８０はまれにしかアクセスされない
ので、かかる柔軟性はワード・プロセシング・′システ
ム１０ではさほど重要ではない。従つて、システム論理
が複雑になることを避けるために、本発明の実施態様で
はすべての記憶ボリュームについて一定の位置が選択さ
れた。アンカーの第２：２ピーの位置を柔軟に設定する
ことができるように、媒体制御レコード２８０へ第２位
置領域を追加し、これによシ記憶ボリュームにおけるア
ンカー２８４の第２コピーの位置を規定するよにした。

第１０Ａ図には、第７図の媒体制御レコード２８ｏおよ
びアンカー２８４に夫々第２コピーを設けたものが示さ
れている。媒体制御レコードの１次コピー３６０は論理
セクタＯに記録され、その２次コピーろ６２は論理セク
タ１７に記録される。

１次コピー・ヘツダトフィールド６６４及び２次コピー
・ヘツダトフィールド５６６は、両者共に１次アンカー
３６８の媒体位置を保持する。媒体制御レコードの各コ
ピーには、２次アンカー・ポインタ（以下ＢＵＡＰと略
す）と呼ばれるフイールルドが追加される。これらのフ
ィールド、即ち１次コピーＢＵＡＰ’５７２及び２次コ
ピーＢＵＡＰ３７４は、アン：カー３７０の２次コピー
の装置を保持する。

第４図ないし第７図を参照するに、もし成るデニタ・セ
ットのルート・メートをワード・プロセシング・システ
ム１０によって正しく暇出すことができなければ、この
データ・セット中のデータ・レコードを記憶ボリューム
で探し出すことはできず、かくてこのデータは操作員か
らすれば失われること釦なる。従って、すべてのデータ
・セット・ノードは重要であると考えられるので、記憶
ボリュームに冗長的に記録されねばならない。このこと
は特にディレクトリのルート・ノードにあてはまる。と
いうのは、ディレクトリ・ルート・ノードをアクセスす
ることができなければ、このディレクトリによって参照
されるすべてのデータ・セット（特定のデータ・セット
・タイプを有するすべて、のデータ・セット）はワード
・プロセシング・システム１０及び操作員に対し失われ
ることになるからである。

たとえば、第７図のポインタ）、１．１２９１について
説明すると、もし同じタイプを有するデータ・セット力
相当あってディレクトリ２９Ｍ）ｉ（第５Ａ図又は第６
図に示すように）複数レベルになれば、ディレクトリ・
インデック２におけるリーフ・ノードの消失は幾つかの
データ・セットのルート・ノードをもはや探し出すこと
ができないことを意味する。かくて、ワード・プロセシ
ング・システム１０では、ディレクトリのリーフ・ノー
ドも、また重要なインデックス・メートとみなされる。

第４Ｂ図及び第５Ｂ図に関連する前述の説明、特にレコ
ード記述子１７９’＆びリーフ・ノードＬＳＮ　　２２
６の説明を参照するに、下位レベル（データ・レコード
又はインデックス・ノード）の位置は論理セクタ番号に
よって与えられる。前述の重要ノードのうち成るノード
の１次コピーがエラーなしで取出される場合は、２茨コ
ピーが探し出されねばならない。成るデータ・セット・
インデックスを探索する動作の性能は当該データ・セッ
ト中のレベルの数に関係しており、そして該レベルの数
は当該データ・セット中のデータ・レコードの数及び個
別的なインデックス・エントリめサイ°ズによって決定
される。もし重要セクタを参照するようなインデックス
・エントリの各々に余分の論理セクタ番号が追加される
ならば、このこ□とは所与のレベル数を有するデータ・
セット中に一層数の少ないレコードを記憶しうろことを
意味する。これらのインデックス・エントリは、既に１
次コピーの論理セクタ番号を保持する。ワード　　□・
プロセシング・システム１０では、２次コピーは１次コ
ピーから一定数の論理セクダだけ、離れて置かれるよう
に規定されている。言いかえれば、２次コピーの論理セ
クタ番号と１次コピーの論理セクタ番号との間の差は、
この記憶ボリュームについては一定である。

第ｊＯＡ図を参照するに、アンカーのインデックス構成
要素３７乙にはシャドウ・オフセット・フィールド３７
８が設けられている。シャドウ・オフセット６７Ｂは、
１次コピーの論理セクタ番号と２次コピーの論理セクタ
番号との間の差を示す。かくて、もしボリューム・アン
カーをアクセスナ為ことができれば、当該ボリュームに
対するシャドウ・オフセットを１次コピーの論理セクタ
番号と加算することによって重要なインデックス・ノー
ドの２次コピーの論理セクタ番号を計算することができ
る。こうすることにより、ワード・プロセシング・シス
テム１０は、種々のボリュームに対するボリューム内容
に基づいて（性能及びリスクの減少に基づいて）、最良
のオフセットを選択することができる。メモリ２６に設
けられたＵＣ８３００のボリューム・データ・セット・
インデックス・バッファ３０４ではアンカーのコピーが
利用可能であるから、ＳＡＭルーチン４４は必要に応じ
て重要情報の２次コピーを常に探し出すことができる。

前述のように、すべてのルート・ノードは重要なセクタ
であるとみなされ、冗長的に記録される。

また、ディレクトリのリーフ・ノードも重要なセクタと
みなされる。他のリーフ・ノードは、データ・セットの
タイプに応じて、重要であるとみなされる。たとえば、
テキスト文書のリーフ・ノードは文書中の多くのテキス
ト・ヘーシを参照するのでこかかるリーフ・ノードを重
要であるとみなすことができる。一方、ワード・プロセ
シング・システム１０のプログラム・ディスケットに置
かれたプログラム・データ・セットのリーフ・ノードは
重要であるとはみなされない。というのは、任意のプロ
グラム・デニタの消失はそのプログラム・ディスケット
を無効にし、そして他のプログラム・ディスケットをそ
の販売元から簡ｍに入手することができるからである。

かくて、当該データ・セットの内容に応じて、成るリー
フ・ノードは重要であるとみなされ、他のリーフ・ノー
ドは重要であるとはみなされない。

第１０Ｂ図は、第４Ｂ図に示したルート・ノード１７０
のデータ・セット・プロフィル１７２を一層詳細に示す
。データ・セット・プロフィル３９０には、４うの構成
要素、すなわちデータ及びインデックス属性３９２、デ
ータ・セット名６９３、データ・セット・コメント３９
４及びデータ・セット・名データス３９５がある。デー
タ及びインデックス属性３９２は、データ・セット・イ
ンデツクス及び当該インデックス・ノードのインデック
ス構成要素におけるインデックス・エントリのシ造に関
する完全な記述を、ＳＡＭルニチン４４のために含んで
いる。特に、リーフ・シャドウ指示は、当該データ・セ
ットに対するリーフ・ノードが冗長的に記録さるべきか
否かを指定する。

従って、リーフ・ノードが重要であるか否かは特定のデ
ータ・セットごとに指定することができる。

ワード・プロセシング・システム１ｏでハ、キー、スト
ローク・サービス・ルーチン６４は一般に同じデータ・
タット・タイプを有するデータ・セットを同等に扱う。

かくて、すべてのテキスト文書はそれらのリーフ・ノー
ドをシャドウ化、すなわち２重化される。８４Ｍルーチ
ン４４では、すべてのデータ・セットのルート・ノード
はリーフ・ノードをシャドウ化すべきか否かを指定する
。

第１１Ａ図には、インデックス・ノード読取シに関係す
る本発明の論理的動作が流れ図の形式で示されている。

この手順はインデックス・ノード読取サービス・ルーチ
ン・ステップ４ｏｏで開始する。ステップ４０２では、
このインデックス・ノード読取手順を遂行せしめるよう
な他の手順によって供給される論理セクタ番号を使用し
て、当該インデックス・ノードの１次コピーが読取られ
る。もしステップ４０３のテストによυこのイン、デツ
クス・ノードがＤＡＳＤ　　２２から正常に取出された
ことがわかれば、インデックス・ノード読取完了がステ
ップＡＯ５の戻シコードを介して通知され、かくてこの
手順は次のインデックス・ノード読取シが必要となるま
でステップ４０７で終了する。戻シコードは当該技術分
野では周知であるばかりか、本発明の要旨とも関係がな
いので、以下ではその説明を省略する。

もしステップ４０６でエラーが検出されたならば、予測
されたインデックス・ノードのタイプがステップ４０９
で調べられる。もしルート・ノードが予測されたならば
、このルート・ノードは最初に冗長的に記録されたので
、ステップ４１１でボリューム・シャドウ・オフセット
を１次コピーの論理セクタ番号へ加算することに、よっ
て２次コピーの論理セクタ番号が計算され、続いてステ
ップ４１６でこの２次コピーが読取られる。もしステッ
プ４１４で２次コピーの取出エラーが検出されなければ
、読取完了がステップ４０５の戻シコードを介して通知
され、そしてこの手順は前述のようにステップ４０７で
終了する。もしステップ４１４でエラーが検出されたな
らば、ステップ４１６の戻シコードを介して蒜取エラー
が通知され、そしてとの手順は前述のようにステップ４
９７で終了する。

もしステップ４０９で予測されたインデックス・ノード
がルート・ノードでないことがわかれば、リーフ・ノー
ドが予測されたか否かを決定するために、この予測ノー
ドはステップ４１８で調べられる。もし予測されたイン
デックス・ノードがリーフ・ノードでなければ（中間ノ
ードが予測された場合）、これは１次コピーがステップ
４０２で正常に読取られなかったことを１意味するから
、前述のようにステップ４１６を介して読取エラーが通
知される。これと同じごとは、予測されたり−７・シー
ドが（第１０Ｂ図のデータ・セット・プロフィル３９０
におけるリーフ・シャドウ指示６？７に従って）２重化
されていないことがステップ４２０で判明した場合にも
あてはまる。予測されたリーフ・ノードが２重化されて
いることがステップ４２０でわかれば、これは予測され
たルート・ノードと同様にステップ４１１及び４１３を
通して処理される。

第１１ＢＩＮには、インデックス・ノード書込みに関係
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
。この手順はインデックス・ノード書込サービス・ルー
チン・ステップ４２５で開始する。ステップ４２７では
、このインデックス・ノード書込手順を行わしめる他の
手順によって供給された論理セクタ番号を使用して、尚
核インデックス・ノードの１次コピーが書込まれや。も
しステップ４２９のテストによシ尚該インデックス・ノ
ードがルート・ノードであることがわかるか、又はステ
ップ４３１及び４３３のテストによシ当該イン′デツク
ス・ノードがリーフ・ノードであシ・　且つこのリーフ
・ノードが２重化されるべきことがわかれば、ろテップ
４３５ではボリュー、ム・シャドウ・オフセットを１次
コピーの論理セクタ番号へ加算することによって２次コ
ピーの論理セクタ番号が計算され、続くステップ４３６
ではこの２次コピーが書込まれる。次いで、この手順は
次のインデックス・ノード書込要求が受取られるまでス
テップ４３８で終了する。

もしステップ４２９及び４６１で当該インデックス・ノ
ードがルート・ノードではなくリーフ・ノードであるこ
とがわかるか、又はステップ４３３でリーフ・ノードを
現データ・セットにおいて２重化すべきでないことがわ
かれば、ステップ４２７では１次コピーだけが書込まれ
たことになるので、この手順は前述のようにステップ４
６８で一終了する。

第１０Ａ図〜第１’　ＯＢ図に示した構造及び第１１Ａ
図〜第１１Ｂ図に示した手順は、記憶ボリュームの記憶
容量を若干余分に利用するだけで、操作員に対する相当
量のデータが一消失するリスクを減少゛させるとともに
、記憶媒体上の任意の物理セクタにおけるエラーのない
動作に完全に依存することを排眸するために、ワード・
プロセシング・システム１０がどのように柔軟に利用さ
れるか、ということを示している。

ワード・プロセシング・システム１０の通常の動作中、
ＳＡＭルーチン４４はデータ・セット・インデックス構
造が尭全で且つ正しいことを仮定する。もし記憶媒体エ
ラーが存在せず、しかも異常なシステム終了が存在しな
ければ、この仮定はＤＡＳＤ　　２２上で利用可能な任
意のデータ・セットに対する適正なアクセスを保証する
に十分である。

しかしながら、ＤＡＳＤ　　２２で使用される記憶媒体
については、記憶ボリュームに正常に記憶されたデータ
を（媒体エラーのために）アク１セスできないことがあ
る。第６図を参照するに、リーフ・ノードＣ（２５８）
のインデックス構成要素中にあるインデックス・エント
リによって参照されるよ′うなデータ・レコードをアク
セスしなければならない場合には、一般に、記憶ボリュ
ーム上のデータ・レコードを探し出してアクセスする前
に、ルート・ノードをスキャンすること、中間ノードＩ
（２４４）を探し出し、取出し且つスキャンすること、
そしてリーフ・ノードＣ（２５８）を探し出し、取出し
且つスキャンすることが必要である。

第１０図及び第１１図に示した構造及び手順は、媒体エ
ラーのためにルート・ノード又はリーフ・ノードをアク
セスすることができないような状況を著しく減少させる
。しかしながら、中間ノードは２重化によっては保護さ
れない。ここで注意すべきは、もし任意のリーフ・ノー
ドを探し出すことができるならば、他の任意のリーフ・
ノードも第６図のリーフ・ノード・チェーン２６４を介
して探し出すことができる、という点である。もし中間
ノードＩ（２４４）の取出中に読取エラーが検出された
ならば、中間ノードＪ（２４６）を取出し、次いでリー
フ１ノードＦ（２６６’）を取出し、さらにリーフ・ノ
ードＣ（２５８）が探し出されるまで、第５Ａ図に示し
たりニフ・ノード・チェーン２０６の前位リーフＬｓＮ
　２１６を介して前位リーフ・ノードを順次に探し出す
ことができる。

このような代替的スキャニングを達成するための一般的
手順をＳＡＭルーチン４４に追加すると、通常の処理ル
ーチンが著しく複雑になる。また、メモリ２６の記憶要
件も著しく厳しくなる。とい５のは、メモリ、２６の全
容量は制限されてお９、従ってＳＡＭルーチン４４のサ
イズ及び複雑さを制限することが一層望ましいからであ
る。

ワード・プロセシング・システム１ｏで採用された媒体
エラー・アプローチの全容は、次のとおシである。第１
０Ｂ図を参照するに、各データ・セットのルート・ノー
ドはデータ・セット・プロフィル３９０を含んでおシ、
該プロフィルの１構成要素はデータ・セット・ステータ
ス３９５である。ワード・プロセシング・システム１０
’７１ｊ：、データ・セット・ステータスは６種類の状
態（クローズ、更新オープン、損傷）のうち１つをとシ
うる。

当該技術分野におけるＤＡＳＤに対する殆んどの記憶ア
クセス方式と同様に、キーストローク・サービス・ルー
チン６４は成るデータ・セットのレコードに対するアク
セス要求を発する前′に該データ・セットのオープン要
求を記憶ナクセス方式へ与えなければならない。第１２
Ａ図には、オープン・ステータス検査に関係する本発明
の論理的動作が流れ図の形式で示されている。

この手順はオープン・ステータス検査サービス・ルーチ
ン・ステップＡ５０で開始する。ステップ４５１では、
データ・セット・ルートを読取るためにインデックス・
ノード読取手順が行われ、続くステップ４５３では、デ
ータ・セット・プロフィル中のデータ・セット・ステー
タスが探しＷされる。むしステップ４５４のテストによ
シ当診データ・セットがクローズされていないことがわ
かれば、このデータ・セットは正しいことが保証される
。従って、このデータ・セットの利用不能性がステップ
４５８の戻シコ“−ドを介して通知され、゛そしてこの
手順は次のオープン・ステータス検査が要求されるまで
ステップ４５Ｂで終了する。

もしステップ４５４のテストによｐ当該データ・セット
の現ステータスがアクセスを許容スルモのであることが
わかれば、ステップ４６０ではこのアクセス要求のタイ
プがテストされる。もしこの要求が更新タイプ（データ
・セット・インデックス及び／又はレコードの追加、置
換又は削除）のものでなければ、このデータ・セントの
利用可能性がステップ４６２の戻シコードを介して通知
され、そしてこの手順は前述のようにステップ４５８で
終了する。一方、もしこの要求が更新タイプ−のもので
あれば、ステップ４６４で当該データ・セットの現ステ
ータスは更新オープンへ変更され、そしてステップ４６
６ではインデックス・ノード書込手順が行われる。− かくて、当該データ・セットに未解決の問題又はエラー
が検出されなかった場合にのみ、オープンを行うための
ＳＡＭルーチン４４がこのデータ・セットをアクセスす
ることができるのである。

成るデータ・セットの、？−プンに成功した後Ｃ全ての
データ・セット・インデックスが正しいこと及びすべて
のインデックス・ノードｅはラーなしで読取られうるこ
と（第１１Ａ図及び第１．ＩＢ図の手順によシ、通常の
処理中に重要セクタの読取シェラ−を回復する場合を含
む）を仮定して、ワニド・プロセシング・システム１０
の通常の動作が進行する。もし通常のＳＡＭルーチン４
４の処理中に要求されたインデックス・ノード又は論理
セクタが媒体エラーのためにオリ用不能であることがわ
かれば、キーストローク・サービス・ルーチン３４／ ヘエラー指示が戻される。キーストローク・サービス・
ルーチン３４がクローズ要求を発した場合、このエラー
指示は、プログラム状況が解決さｑるまで後のアクセス
から保護するために、記憶ボリューム上に保存されねば
ならない６ 第１２Ｂ図には、クローズ・ステータスに関係する本発
明の論理的動作が流れ図の形式で示されている。この手
順はクローズ・ステータス・サービス・ルーチン・ステ
ップ４７５で開始スる。スーテゾプ４７６では、ルート
・ノードにあるデータ・セット・プロフィル６９０（第
１０．Ｂ図参照）のデータ・セット・ステータス６９５
が探し出される。もしステップ４７８で当該データ・セ
ットの前のエラー指示が検出されるならば、このデータ
・セット・ステータスはステップ４８０で損傷状態ヘセ
ットされ、そしてステップ４８１ではこのルート・ノー
ドを記憶ボリュームへ書込むためにインデックス・ノー
ド書込手順が行なわれる。

然る後、この手順は次のクローズ・ステータスが要求さ
れるまでステップ４８３で終了する。

もしステップ４７８で前のエラーが検出されなければ、
ステップ４８５では当該データ・セットの現ステータス
が検査される。もし現アクセス・タイプが更新でなけれ
ば、この手順は前述のようにステップ４８６で終了する
。もし現アクセス・多イブが更新であれば、ステップ４
８７では当該データ・セットのステータスがクローズ状
態へ変更され、続くステップ４８８では当該ルート・ノ
ードを記憶ボリュームへ書込むためにインテルりス・ノ
ード書込手順・が行われ、そして前述のようにステップ
４８３でこの手順が終了する。

第１２Ａ図及び第１２Ｂ図、に明達して詳述したこれら
の手順によれば、ＳＡＭルーチン４４は、未解決の問題
を有していそうなデータ・セットへのアクセスを禁止し
、通常の処理手順によっては解決できない問題（媒体上
に冗長的に記録された重複コピーをアクセスする；こと
によっても解決できないエラー）を検出するとともに、
データ・セットで検出された未解決の開明の指−示を記
憶ボリュームに保存する。

ワード・プロセシング・システム１００通常の動作環境
では、予測不能な電源障害が不正なデータ・セット・イ
ンデックスに結びつくことがある。

もし成るインデックスの更新中にワード・プロセシング
・システム１０へ供給される外部電源が故゛障すれば、
不正なデータ・セット又はボリューム・ブンデツクス構
造が生ずることがある。

第１６図には、第６図に示したものと類似するデータ・
セット・インデックスの一部が例示され′てい゛る。ル
ート・ノード５００は、中間ノード■′（ｓ’　ｏ’　
２．’）を参照する処のインデックス・エントリを含む
。中間ノードＩ（，５０２）は、リーフ・ノードＢ　＜
、　５０４）、リーフ・ノードＣ（及びリーフ・ノード
Ｄ　’（５０Ｂ　）を参照する。リーフ・ノード・チェ
ーン５１０及び５１２は、第６図のリーフ・ノード・チ
ェーン２６４と同じ機能を有する。

もしリーフ・ノードＣ（５０６）にインデックス・エン
トリを記憶さるべきデータ・セットへレコードが追加さ
れ、そしてリーフ・ノードＣ（５０６）がこれらの追加
レコードのインデックス・エン）　ＩＪを保持するに十
分なスペースを有していなければ、リーフ・ノードＣ（
５０６）に置換わるべき２つの新しいリーフ・ノード、
すなわちリーフ・ノードＣ１（５１，！Ｉ）及びリーフ
・ノードＣ２（５１６）を作成しなければならない。Ｉ
Ｊ　。

フ・ノードＢ（５０４）及びリーフ・ノードＣ（１０は
；　リーフ・ノード・チェーン５１８と対応するように
リーフ・ノードＢ（５１ｍｌ）で変更されねばならない
。同様に、リーフ・ノードＤ（５０８）は、リーフ・ノ
ード・チェーン５１２をリーフ・ノード・チェーン５２
０で置換えるように変更されねばならない。さらに、中
間ノード■（５０２）中のり一部Ｃ・インデックス・エ
ントリ５２２け、２つの新しいインデックス・エントリ
、すなわちリーフ・ノードＣ１（５１４）及びリーフ・
ノードＣ２（５１（Ｓ）の各々ごとに１つの新しいイン
デックス・エントリで置換えられねばならない。

データ・レコードを記憶ボリュームへ書込んだシ、イン
デックス・ノードの読取り及び書込みを行うプロセスは
、瞬時的なものではない。従って、インデックス更新プ
ロセスの任意のステップで、ワード・プロセシング・シ
ステム１ｏの外部電源が故障することがある。

たとえば、リーフ・メートＣ１（５１４）及びリーフ・
ノードＣ２＜　ｓ　１”（Ｓ　）が記憶ボリュームに記
憶され且つリーフ・ノードＢ（５−（１，！ｌ）及びリ
ー°フ・ノードＤ　’（５［］’　、８　’）の１１−
７・ノード・チェーンが更新された場合、中間ノー）”
Ｉ（５０２）を変更して記憶ボリュームに書戻す前に、
ワード・プロセシング・システム１０の外部電源が故障
することがある。

この外部電源が復元される場合、ルート・ノード５００
のデータ・七ツｒに対応して記憶ボリュームに置かれた
データ・セット・インデックスは正しくない。リーフ・
ノードＢ（５０’４）及びリーフ・ノードＤ（５０８）
はリーフ・ノードＣ１（５１１）及びリーフ・ノードＣ
２（５１６）へそれぞれ連鎖される。中間ノードＩ（５
０２）はリーフ・ノードＣ（５０６）に対するインデッ
クス・エントリを保持するが、これはもはや当該データ
・セット・インデックスの一部ではない。中間ノードＩ
（５０２）は、当該データ・セット・インデックスの一
部であるべきリーフ・ノードＣ１（５１４）及びリーフ
・ノードＣ２（５１６）に対するインデックス・エント
リを含んでいない。

かくて、当該データ・セットは未解決の問題を含むこと
になる。

このような未解決の問題の検出は、第１２Ａ図に関連し
て説明した構造及び手順に既に包含されている。第１３
図に示したデータ・セットが（当該データ・セットに新
しいレコードを挿入する前に必要、とされるような）更
新アクセスのために選択された場合、第１２Ａ図に示し
たオープン・ステータス検査千頭によシデータ・セント
・ステータスを更新状態ヘセットされた当該データ・セ
ットのルート・ノード５００が記憶ボリュームへ書・込
まれる。ワード・プロセシング・システム１０への電源
が復元した後は、このデータ・セット・インデックスに
関する未解決の問題が書込まれるまで、オープン・ステ
ータス手順によって以後のアクセスが禁止される。これ
は現データ・セット・ステータスが更新状態ヘセットさ
れているためである。

第１３図に関連して説明した外部電源の故障後は、記憶
ボリューム上に他の未解決の部層が存在する。第７図は
、ボリューム上に置かれた媒体割振マ゛ツブを示す。性
能上の理由で、ＵＣ８，３’００（第８図）に置かれた
媒体割振マツプのコピーは割振りが変更されるたびにボ
リューム上に記憶されるのではなく、インデックス及び
データ・セット・レコードの変更が完了したとき離散的
なインターバルで記憶される。

第１３図の例では、記憶ボリュームに置かれた媒体割部
マツプ中の割振指゛示のうちリーフ・ノードＣ１（５１
４）及びリーフ・ノードＣ２（５１６）を保持する論理
セクタに対する割振指示は、依然としてこれらの論理セ
クタが将来の割振りのために利用可能であることを示す
。もしこれらの論理セクタがボリューム上の割振要求を
満足させるように後で使用されるなら？げ、異なる情報
かリーフ・ノード（１（５１４）、リーフ・ノードＣ２
（５１６）又はその両方に置換わることがある。

この場合、リーフ・ノードＣ１（５１４）及びリーフ・
ノー）”Ｃ２（５１６）にインデックス・エントリを有
していたすべてのレコードは、操作員から見れば失われ
てしまうことになる。

リーフ・ノードＣ（’５０６）を保持する論理セクタの
場合は、記憶ボリューム上の媒体割振マツプにおいてこ
の論理セクタ枦既に割撮られたものとして指示されてい
るという点で、それほど重要でない問題が存在する。リ
ーフ・ノードＣ（５０６）中の情報はもはや必要ないか
ら、リーフ・ノードＣ（５０６）を保持する論理セクタ
は将来の割振りに利用可能でなければならない。

前述の媒体側根マツプの開明は、全体として記憶ボリュ
ームにす′、１系する。新しいリーフ・ノードＣ１（５
１４）及びＣ２（５１６）の損失を防ぐために、この問
題が解決されるまでボリューム（に対する更新アクセス
は全体として禁止されねばならない。というのは、ボリ
ューム上にある論理セクタの新しい割振要求は、単一の
媒体割振マツプについて行われるからである。

潜在的な問題の検出はボリューム・アンカー中のボリュ
ーム更新指示によって行われるが、これはデータ・セッ
トのルート・ノードに置かれたデータ・セット・ステー
タスと似ている゛。成るデータ・“セットがタイプ更新
のためにオープンを要求した場合、アンカー中のステー
タスはこの事実を反映するようにセットされる。任意の
データ・セットが更新のためにオープンされている場合
、たとえ元のデータ・セットがクローズのために要求さ
れたとしても、アンカー・ステータスは更新ステータス
を反映する。更新アクセスのためにオープンされた最後
のデータ・セットがクローズされる場合にのみ、アンカ
ー・ステータスは、ボリューム・インデックス（媒体割
部マツプを含む）が検出された未解決の問題を含まない
ことを反映するように、更新されるのである。

検出された未解決の問題全前述の機構を通して解決する
ことは、回復手順によって行わ庇る。この回復手順は、
媒体エラー罠よって生ぜられたデータ・セット又はボリ
ューム・インデックス中の未解決の問題を解決するとと
もに、外部電源の故障に起因するシステム処理の異常終
了によって生ぜられるような問題をも解決することがで
きなければならない。所与の記憶ボリュームでは、前述
のすべでの問題が同時に生ずることがありうる。

論理セクタの現在の割振状態を正確に反映するように当
該ボリュームに対する媒体割振マツプを構成するために
は、成るデータ・セット又はボリューム・インデックス
へ実際に割振られたすべてのセクタを探し出す必要があ
る。このことは、システム・アンカーを起・魚として直
接的又は間接的に到達することができる各インデックス
・ノード中のすべてのインデックス・エントリを調べる
ことを意味する。第７図を参照するに、このことは次の
もの、すなわちアレカー２８４、媒体割振マツプ２８６
、データ・セットＡ（２８Ｂ）、ディレクトリ２９１、
データ・セットＢ（２８９）又はデータ・セットＣ（２
９０）へ割振られたすべての論理セクタを探し出すこと
を意味する。第１３図を参照するに、このことは成るデ
ータ・セットの有効なインデックス・ノード及びデータ
・レコードのみが割振られたものとみなされ、そしてリ
ーフ・ノードＣは有効なインデックス・ノードとはみな
されないことを意味する。第６図を参照するに、中間ノ
ードＪ（２４６）、リーフ・ノードＦ（２６６）及びリ
ーフ・ノード・チェーン２６４の存在は、たとえ中間ノ
ードｊ（２６，４）が回復中に適正にアクセスできない
としても、リーフ・ノードＣ（２５，８，）を間接的に
探し出すことができるということを意味する。中間ノー
ドエ（２４４）とともに失われたインデックス・千ント
リは、回復の一部として、１つ又はそれ以上の醍存の又
は新しい中間ノードで再構成されねばならない。

ワード・プロセシング・システム１０にとって非常に重
要な回復の１側面は、性能である。すなわち、第４図な
いし第７図に示したボリューム・インデックス構造によ
って利用可能にされるすべての情報源を使用して、でき
るだけ多くの操作データを回復することが肝要である。

一方、操作員が通常のワード処理タスクを継続すること
ができるように、回復手順はできるだけ速やかに完了さ
れねばならない。特に、ＤＡＳＤ’、２２で行われるＩ
１０１００数は最小でなければならない。媒体側根マツ
プを再構成するためにはすべてのボリューム及びデータ
・セット・インデックス・ノードを少くとも１回アクセ
スすることが必要であるから、最良の場合ですら成るイ
ンデックス・ノードの読取シ及び書込みを１回行わねば
ならない。

ワード・プロセシング・システム１ｏ中のＳＡＭルーチ
ン４４は、種々のデータ・セット及びデータ・タイプを
処理するように設計された一般的なアクセス方式手順か
ら成る。各データ・セット・タイプのデータ・レコード
を処理するための一意的なキーストローク・サービス・
ルーチンが既に存在するので、ＳＡＭルーチン４４中の
回復手順は実際のデータ・レコードを処理する必要はな
い。ボリューム上の成るデータ・レコードを探し出した
９、該レコードへ割振られた論理セクタ番号を決定する
には、当該データ・セットのインデックス・ノード（リ
ーフ・ノード）をアクセスするだけでよく、データ・レ
コードを実際にアクセスする必要はない。従って、ＳＡ
Ｍルーチン４４中の回復手順はデータ・レコードを読取
シ又は書込み゛のためにアクセスしない。キーストロー
ク・サービス・ルーチン３４は、ボリューム上に置が゛
れたボリュームへびデータ・セット・インデックス中の
すべての問題をＳＡＭルーチン４４が解決した後、損傷
を受けたデータ・セット中のデータ・レコードを調べな
ければならない。しかしながら、損傷を受けた可能性が
あるデータ・セット中のデータ・レコードのみが調べら
れねばならない。

言いかえれば、ＳＡＭルーチン４４中の回復手順を開始
する際に、ルート・ノードのデータ・セット・ステータ
スがクローズ状態にセットされているようなデータ・セ
ットのデータ・レコードは、キーストローク・サービス
・ルーチン３４によって調べる必要はない。通常の場合
、成るボリュームにはとのような損傷をうけたデータ・
セットか１つ又は２つあるＫすぎない。このことは操作
員に対する全体的なデータ回復手順の性能を著しく改善
する。

第１４図には、ＳＡＭルーチン４４の回復部分を構成゛
する複数の手順と、宅れらの手順の間の関係が示されて
いる。

ボリューム／アンカー回復手順５２５は、ボリューム回
復のためにキーストローク・サービス・ルーチン′５４
からＳＡＭルーチン４４へ与えられる要求に応答して行
われる。この手順５２５は、グローバル回復バッファに
すべての回復内部ノくラメータを初期設定し、アンカー
の回復を制御するとともに、回復の結果”ｅ’Ｕ、ｃｓ
　　３００（第８図）又は記憶ボリュームに分散記憶さ
せ仝。アンカーを回復するためには、インデックス構成
要素中の各インデックス・エントリは一度に１つずつ処
理される。アンカー中の各インデックス・エントリは１
つのデータ・セットを参照するから（但し、ボリューム
／アンカー回復手順で処理される棹体マツプ・エントリ
を除り）、このプロセスは線５２７によって示されるよ
うにデニタ・セット／ル−ト・ノード回復手順５２６へ
要求を発する。

データ・セット／ルート・ノード回復手順５２６、は、
単一のデータ・セットの回復を制御する。

この手順の主たる機能は、データ・セット名を含むごと
もあるデータ・セット・ルートの有効性を検査すること
、データ・セット・プロフィル中の無効な値にワード・
プロセシング・システム１０によって実際にサポートさ
れているルート・ノード又はデータ・セットではない論
理セクタの指示として検査すること、残シのデータ・セ
ット・インデックスを回復するために他の回復手順へ要
求を発すること、そしてデータ・セット・インデックス
中にある下位レベルのインデックス・ノードの回復の結
果としてルート・ノードを更新することである。

第４図ないし第６図の例によって示されるようニ、デー
タ・セット・インデックスは単一レベル７（ルート／リ
ーフ・ノード）から成ることもあるし、２レベル（ルー
ト・ノード及びリーフ・ノード）又は３レベル以上（ル
ート・ノード、ルベル以上の中間ノード、リーフ・ノー
ド）から成る　　　゛こともある。これらの６つのケー
スに対する回復手順は若干相違している。

ルート／リーフ・ノードの場合は、単一ノードのみを考
えればよく、リーフ・チェーンは関係ない。この場合、
データ・セット／ルート回復は、ルート／リーフ・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
を処理するために、線５２８．によって示すように単一
リーフ回復手順５２９へ要求を発する。

データ・セットが２以上のレベルを有する場合は、リー
フ・ノードが直近上位レベルのインデックス・エントリ
によって正確に参照されないことがある。成るリーフ・
ノードを２つのリーフ・ノードへ分割するプロセスの間
に行われるノード作成及び更新の順序は注意深く管理さ
れておシ、がくてリーフ・ノード・チェーン２ｏ６（第
５Ａ図）中の次位リーフＬＳＮ　　２１８は記憶ボリュ
ームに置かれた当該データ・セットのすべてのリーフ・
ノードについて正しい。第１３図を参照するに、リーフ
・ノードＢ（５０４）中の次位リーフＬＳＮは、リーフ
・ノードＣ１（５１４）及びリーフ・ノードＣ２（５１
６）がボリュームへ書込まれた後にだけ、記憶ポリ、ニ
ーム上で更新される。

リーフ・レベル回復手順５３２は、リーフ・ノードを回
復する際の順序づけを制御する。この手順は、リーフ・
ノード・チェーンの前位リーフＬＳＮ及び次位リーフＬ
ＳＮを使用することにより、リーフ・ノード・チェーン
を介して探し出すことができるデータ・セット・インデ
ックス中のすべてのリーフ・ノードが正しいシーケンス
で回復に含まれるこバを保証する。たとえば、データ・
セット／ルート・ノード回復手順から線５３３を介して
リーフ・レベル回復手順５′５２へ要求が発せられる場
合、指定されたリーフ・ノードが開始点として使用され
る。リーフ・レベル回復手順５３２は、リーフ・ノード
・チェーンの前位リーフＬＳＮｉ使用することにより、
左端のリーフ・ノードが（当該デ、−タ・セットについ
てリーフ・レベル回復手順５５２へ与えられる量初の要
求のため・に）見出されるか又は既に回復されたリーフ
・ノードが探し出されるまで、前位リーフ・ノードを順
次にスキャンする。リーフ・ノードはこの点から回復′
され、そして元の要求のリーフ・ノードに到達するまで
上位レベルのインデックス・ノードへ追加される。

当該データ・セットがルベル以上の中間インデックス・
ノードを有する場合、データ・セット／ルート・ノード
回復手順５２６はそのインデックス・エントリの各々ご
とに線５３６を介して中間ノード回復手順５３５へ要求
を発する。中間ノード回復手順５６５０機能は、要求を
発したノードのインデックス・エントリを線５３７を介
してリーフ・レベル回復手順５３２へ順次に与えること
である。中間ノードにはチェーンは存在しないから、中
間メート回復手順５３５は要求された中間ノードだけを
考慮する。

ワード・プロセシング・システム１（Ｉｎ；ｊ、、２レ
ベル以上の中間ノードを有するデータ・セットを許容す
る。このようなデータ・セットでは、最上位レベルの中
間ノードは他の中間ノードを参照するインデックス・エ
ントリを保持する。このことが生ずる場合、中間ノード
回復手順５６５は線５６８を介してそれ自体へ再帰的要
求を発するが、この再帰的要求はそれとは異なる中間ノ
ードを参照するものである。

第７図に示したように、アンカーのインデックス・エン
トリはデータ・セットのルート・ノード及びディレクト
リのルート・ノードを参照する。

て−タ・セット・インデックスの構造とディレクトリ・
インデックスの構造は、同等である。従って、これらの
両インデックスについて同じ１組の回復手順が使用され
る。当該インデックスがデータ・セット・インデックス
である場合、単一リーフ回復手順５２９は、インデック
ス・エントリで参照される論理セクタが再構成中の媒体
割振マツプで割振られているものとして指示されること
を保証しなければならない。

しかしながら、ディレクトリ・インデックスについては
、各インデックス・エントリは同じデータ・セット・タ
イプを有するデータ・セットのルート・ノードを参照す
る。ディレクトリのリーフ・ノード・インデックス・エ
ントリの有効性を検査する′ことは、該エントリが参照
するデータ・セラｌ−回復することを必要とする。従っ
て、単一リーフ回復手順５２９は各データ・セットごと
に線５４０ｉ介してデータ・セット／ルート・ノード回
復手順５２６へ再帰的要求を発するとともに、データ・
セット／ルート・ノード―復手順５２６によって戻され
仝有効性指示に基づいてディレクトリ・リーフ・ノード
を更新する。ワード・プロセシング・システム１０では
、ルベルのディレクトリ・データ・セットが存在するに
すぎない。

ディレクトリ・リーフ・ノード中のインデックス要素で
参照される明白なディレクトリ・ルート・ノードは無効
データ・セットとみなされ、そしてディレクトリ・リー
フ中のインデックス要素は削除される。かくて、データ
・セット／ルート・ノード回復手順５２６へ与えられる
再帰的要求それ自体が、他の再帰的要求を生ぜしめるこ
とはない。

第１５図には、ボリューム回復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、ボリューム回復サービスバルーチン・ステ
ップ５５０ゼ終了する。ステップ５５１では、゛構文規
則及びルート・ノードで許容されるサポート値に従って
、アンカーが検査される。アンカーは既にメモリ２６に
置かれておシ、一層婦細にはＵＯ３３，００”＜第８図
）のボリューム・データ・セット・インデックス３０４
に置かれている。もしアンカーが無効であることがわか
れば、自咳ボリュームがサポートされていないことがス
テップ５５３の戻シコードを介して通知され、そして次
のボリューム回復要求が受取られるまでこの手順はステ
ップ５５５で終了する。

もしアンカーが有効であれば、ステップ５５７ではＵＯ
３３００中の媒体側根マツプ・バッファ６１２からグロ
ーバル回復バッファ３４０中の媒体割振マツプ・バッフ
ァ１　（３４２）へ元の媒体割振マツプがコピーされる
。媒体側根マツプ・バッファ２（３４ｉ４）は□、媒体
制御レコードの２コピーへ割振られる論理セクタを除き
、利用可能なすべての論理セクタを指示するように初期
設定される。最初のアンカー・インデックス・エントリ
は、′ステップ１５５８で探し出される。

もしステップ５６０のテストによシ現在のアンカー・イ
ンデックス要素が（アンカー又は媒体割振マツプではな
い）真のデータ・セットを参照するものであることがわ
かれば、ステップ５６２ではデータ・セット回復手順が
行われる。続くステップ５６６では、当該データ・セッ
トが有効なデータ・セットであるか否かを決定するため
に、ステップ５６２からの戻りコードがテストされる□
。

もし当該データ・セットが有効でなければ、ステップ５
６５ではアンカーからそのインデックス・エントリが削
除される。

このインデックス・エントリがステップ５６０ないし５
６５で処理された場合、ステップ５６７で次のアンカー
・インデックス・エントリが探し出される。もしステッ
プ５６８のテストによジアジカーの終りにまだ到達・し
ていないことがわかれば、次のインデックス・エントリ
についてステレプ５６０ないし５６７が再び行われる。

最後のアンカー・インデックス・エントリが処理された
場合、前述のようにステップ５５５でこの手順を終了す
る前にステップ５７０の戻シコードを介して回復完了が
通知される。

媒体割振マツプを再構成する場合には、次の３つの事項
が考慮でれる。すなわち、回復中に割振り済み（利用不
能）であることを見出されたすべての論理セクタをマー
クすること、複数のインデックス・エントリが同一の論
理セクタを参照するのを禁止すること、そして回復プロ
セス中に新しいインデックス・ノードが作成される場合
には新しい割ｉｂを見つけること、がそれである。

第１５図のステップ５５７では、２つの媒体割振マツプ
が準備される。グローバル回復バッファ３４０の媒体割
振マツプ・バッファ２（３４４）に置かれた媒体割振マ
ツプはすべての論理セクタが利用可能であるように初期
設定される。□回復中に遭遇した任意のインデックス・
エントリで成る論理セクタが参照される場合、まず媒体
割振マツプ・バッファ２（，３４４）中の現セクタ・ス
テータスが検査される。もしこ？セクタが既に割振゛ら
れていれば、このセクタは回復手順において以前に遭遇
したものであるから、それ以上の処理を行うことなく、
そのレコード記述子（リーフ・ノード）又はインデック
ス・エントリ（中間ノード若しくはルート・ノード）が
削除される。

このステップは、回復手順の終了時には、どの論理↓フ
タも記憶ボリューム上のボリューム又はデータ・セット
・インデックスにある１よシ多いインデックス・エント
リで参照されることはな、い、ということを保証する。

一方、もしこの論理セクタが以前に探し出されていなけ
れば（媒体割振マツプ・バッファ２中のステータスが側
根シのための利用可能性を示す場合）、このステータス
は媒体割部マツプ・バッファ１（３４２）及びバッファ
２（３４４）で側根状態へ変更される。回復手順の終了
時にすべてのデータ・セット及びボリューム・インデッ
クスが処理されている場合は、当該インデックスのイン
デックス要素で参照されるすべての論理セクタは７１割
振マツプ・バッファ２（３４４）で割損状態ヘマークさ
れる。

成るデータ・セットを処理している間、特に当該手順が
読取エラーに遭遇する場合、又は第１６図に示すように
成るインデックス・ノードの分割中に異常な外部電源の
故障に遭遇する場合は、当該インデックスの上位レベル
における分割プロセスを完了するために新しい論理セク
タの割振シが必要となることがある。ＵＣ８，３００か
ら媒体割振マツプ・バッファ１（３４２）ヘコピーサし
た元の媒体割振マツプが、この新しい割釡シを見つける
ために使用される。

ワード・プロセシング・システム１０で通常の動作を行
っている間に論理セクタの割振Ｆ）を行うには、まず媒
体割振マツプの始点←最小の論理セクタ番号）で探索を
開始し、ファースト・フィツト（ｆｉｒｓｔ−ｆｉｔ　
’）アルゴリズムに従った割振シが満足されうるまで、
この探索を継続して行う。゛すべでの割振シは媒体割振
マツプの始点で開始するので、記憶ボリューム上で実際
に利用可能な任意のスペースは栗大の論理セクタ番号を
有する論理セフ゛りに集中する傾向がある。従って、利
用可能な１つの論理セクタ又は連続的な１組の論理セク
タを探し出すために、媒体割振マツプ・バッファ１１ｄ
２）はその媒体割部マツプの終りから逆方向に（すなわ
ち最大の論理セクタ番号から最小の論理セクタ番号の方
へ）探索される。回復は新しいインデックス・ノード（
個々の論理セクタ）を生成するにすぎないから、記憶ボ
リュームの断片化は問題ではない。もしこの探索中に利
用可能な成るセクタが見出されるならば、このセクタが
回復手順によってまだ処理されていないような成るイン
デックス・エントリへ実際に割振られている確率は低い
。かくて、記憶ボリュームにもはや余分のスペースがな
いという場合だけが、問題を生せしめるのである。丁度
割撮られたばかりのセクタを参照する後のインデックス
・エントリは、その遭遇時に前述のように削除される。

第１６Ａ図には、データ・セット回復に関係する本発明
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、データ・セット回復サービス・ルーチン・ステップ
５７５で開始する。ステップぎ７６では、このデータ・
セットを回復するために使用されるデータ・セット領域
バッファが適正に初期設定される。

次に、ルート・ノードの検査が行われる。ステップ５７
８では、ルート・ノードの構文及びプロフィル中のサポ
ート値が検査される。もし当該データ・セットの回復を
要求する手順（単一リーフ回復手順のみ）によってデー
タ・セット名が供給されたならば、このデータ・セット
名はステップ５８０でルート・ノードのデータ・セット
・プロフィルに置かれたデータ・セット名と比較される
。

続くステップ５８２では、現ルートが無効な第２レベル
のディレクトリ（ディレクトリ・リーフ・ノードで参照
されるディレクトリ）であるか否かを決定するために、
現ルート及び現環境が検査される。もしステップ５７８
．５８０又は５８０のテスト結果に９いて問題があれば
、ステップ５８４の戻りコードを介して無効データ・セ
ットが通知され、そしてこの手順は次のデータ・セット
回復要求が受取られるまでステップ５８６で終了する。

もしルート・ノードの構文及び環境に対するすべての検
査に成功すれば、ステップ５Ｆ３８でルート回復手順が
行われる。次いで、ステップ５８９の戻シコードを介し
て当該データ・セットの回復完了が通知され、そしてこ
の手順はステップ５８６で前述のように終了する。

第１６Ｂ図には、第９図のグローバル回復バッファ３４
０に設けられたデータ・セット領域１バツフア（３４６
）及びデータ・セット領域２バツフア（５８４）が一層
詳細に示されている。データ・セット領域バッファ６０
０は、５種類のフィールドを・含む。

データ・セット情報領域６００は、当該データ・セット
の回復を全体として順序づけるために、当該データ・セ
ットの現回復ステータスを保持する。またデータ・セッ
ト情報領域６．０１は、当該データ・セット中の下位レ
ベルにあるインデックス・メートの有効性を検査するた
めに原インデックス・ノード・ヘッダを保持するととも
に、データ・セット・プロフィルのデータ及びインデッ
クス属性要素から与えられる使用頻度の大きいパラメー
タを保持する。

ルート・レベル・バッファ６０２バー　当該ｆ　−タ・
セットのルートを回復するための作業記憶域ｅ与える。

中間レベル・バッファ１．（６，０３）及の中間レベル
を向後するために割振られている。

リーフ・レベル・バッファ６０６は、リーフ・レベルを
回復するための作業記憶域を与える。ルート／リーフ・
ノードのデータ・セット・インデックスについては、デ
ータ・セット回復手順においてルート・レベル・くくツ
ファ６０２のみが実際に使用され、他のレベル・バッフ
ァは使用されない。

２レベルのデータ・セットについては、ルート・レベル
・バッファ６０２及びリーフ・レベル・バッファ６０６
だけが便用される。それ１′Ｊ、上のレベルを有するデ
ータ・セットの場合は、中間レベル・バッファ１＜；ｂ
ｏｚｒ＞及びバッファ２Ｃ６０１１）の少くとも一方が
必要となる。

第１６Ｃ図には、第１＜ＳＢ図のルート・レベル・バッ
ファ６０，２が一層詳細に示されている。ルート・レベ
ル・バッファ６１０は、３種類の部分を含む。すなわち
、現エントリ・オフセット領域６１２は当該インデック
ス・ノード中の現インデックス・エントリに対するオフ
セット及び該エントリ中の種々のパラメータを保持し、
作業キー・バッファ領域６１３は後で使用したり又は成
るインデックス・エントリを作成するために２つ以下の
キーを一時的に保持し、ルート・ノード・バッファ６１
５は回復中のデータ・セットに対するルート・ノードの
コピーを保持する。

（以下余白） 第゛１６Ｄ図には、ルート回復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、
ルート回復サービス・ルーテン・ステップ６２５で開始
する。ステップ６２６でハ、ルート・ノード及び２次コ
ピーに対する媒体割振マツプのステータス指示が更新さ
れる。なぜなら、データ・セットのルート・ノードは、
有効な構文を有し且つ有効な環境で存在するものとして
検査されるからである。もしステップ６２８のテストに
より当該ルート・ノードがルート／リーフ・ノードであ
ることがわかれば、ステップ６３０で単一リーフ回復手
順を行うことによってそのインデックス要素が回復され
る。この手順はルート／リーフ・ノード全体の回復を処
理するから、それ以上？ことは必要なく、従ってこの手
ｊ：頁は次のルート回復要求が受取られるまでステップ
６３２で終了する。

もし当該インデックス中に下位レベルがあれば、ステッ
プ６６４でルート・ノード中の最初のインデックス・エ
ントリが探し出される。続くステンプー６３６では、下
位レベルのうちどのレベルの回復手順を行うべきかとい
うことが決定される。もし１Ｊニジ大きければ、最高の
中間レベルの回復を行うために指定された中間レベルバ
ッファ１（６０１）で中間レベル回復手順が行われる。

さもなければ、リーフ・レベル回復手順が行われる。続
くス４ツブ６４０では、選択された回復手順の終了時に
ルート・ノード中のインデックス・エントリが更新さ扛
る。

このようにして当該ルート・ノードの現インデックス・
エントリを処理した後、ステップ６４１では次のインデ
ックス・エントリが探し出される。

もしステップ６４２のテストにより当該ルート・ノード
の終りにまだ達していないことがわかれば、ステップ６
６６乃至６４１が次のインデックス・エントリについて
再び行われる。一方、もし当該ルート・ノードの終りに
達したならば、この手順は前述のようにステップ６５２
で終了する。

第１７Ａ図には、リーフ・レベル回復に関係す゛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、リーフ・レベル回復サービス・ルーチン・ステ
ップ６５０で開始する。ステン７’６’５１では、指定
されたリーフ・ノード、すなわち上位レベルのノードに
対する回復手順に工ってサービス要求が発せられたリー
フ・ノードが取出される。

次に、第１６図に例示する如きイ、ンデツクス・エラー
の発生が検査される。もしステップ６５２のテストによ
り左端のリーフ・ノード（前位リーフＬＳＮが無効であ
るようなリーフ・ノード）が探し出されなかったことが
わかれば、この左端のリーフ・ノードを見つけるために
ステップ６５３で逆方向スキャン手順が行われる。第６
図を参照するに、このことが生じうるのは、最初の中間
ノードＩ　（２４４）の取出しが成功せず且つリーフ・
ノードＦ（２６６）が当該デーダセットで探、し出され
た最初のりごフ・ノードであるような場合である。逆方
向スキャンは、現リーフ・ノードよりもイ竺いキー値を
有するインデックス・エントリを保持する如きリーフ・
ノードを探し出すために、リーフ・ノード・チェーン２
０６（第５Ａ図）の前位リーフＬＳＮ　　２１６’ｉ使
用する。もし左端のリーフ・ノードが既に探し出され且
つ回復されているならば、回復に成功した最後のリーフ
・ノードが指定されたリーフ・ノードの直前にあるリー
フ・ノードであるか否かを決定するために、ステップ６
５５でテストが行われる。この関係は次のように表わさ
れる。

回復された最後のリーフ・ノードのＬＳＮ＝指定された
リーフ・ノードの前位リーフＬＳＮ回復された最後のリ
ーフ・ノードの次位リーフＬＳＮ＝指定されたリーフ・
ノードのＬＳＮもしステップ６５５のテストによりリー
フ・レベルで問題があることがわかれば、回復された最
後のリーフ・ノードについて逆方向スキャンが行われる
。もしすべてのチェーン値が矛盾を含まず、そしていか
なるインデックス・エラーも指示されなければ、指定さ
れたリーフ・ノードが回復すべき次のリーフ・ノードと
して維持される°。

ステップ６５８では１．現リーフ・ノードは単一リーフ
回復手順を行うことによって回復される。

続くステップ６５９では、丁度回復されたばかりのり一
層・ノードのリーフ・ノード・チェーンか　　　　。

ら次位リーフＬＳＮが取出される。もしステップ６６０
及び６６２のゲストによ゛り指定された元のリーフ・ノ
ードにまだ達していないことがわかれば、次のリーフ・
ノードが取出され、そしてステップ６５８及び６５９を
反復することにより前述のように回復される。もしステ
ップ６６０のテストにより指定されたリーフ・ノードが
回復されたことがわかれば、このサービス要求について
はそれ以上の回復動作は必要ない。もし、ステップ６６
２でリーフ・ノードのハイ・キーをテストすることによ
り、当該インデックスにおける指定されたノードの回復
が既に終っていることがわかれば（第１３図の例では、
リーフ・ノードＣが指定）−ドであって、リーフ・ノー
ドＣ１及びＣ２を回復するような場合）、この指定され
たノードは媒体割振マツプでその論理セクタ割振り全解
除することに上って捨てられてしまう。

最後に、上位レベルのインデックス・ノードで挿入又は
置換を行うために置換インデックス・エントリが再構成
され、そしてこの手順は次のルート回復要求が受取られ
尿までステップ６６８で終了する。

第１７Ｂ図には、逆方向スキャン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、逆方向スキャン・サービス・ルーチン・ス
テップ６７５で開始する。ステップ６７７では、現リー
フ・ノードのリーフ・ノード・チェーンから前位リーフ
ＬＳＮが得られる。もしステップ６７９のテストにより
前位リーフＬＳＮが無効であることがわかるか、又はス
テップ６８１のテストによりこの前位リーフＬＳＮが最
後に回復されたリーフのＬＳＮであることがわかれば、
この手順は次のルート回復要求が受取られるまでステッ
プ６８５で終了する。

２　　もし左端リーフ又は回復きれた最後のリーフに到
達していなければ、ステラ１６８６寸前位リーフが取出
され、そしてこの新しく取出された前立リー゛フ・ノー
ドについてステップ６７７ないし６８１が反復される。

第１７Ｃ図には、第１６Ｂ図のデータ・セット領域バッ
ファ６００にあるリーフ・レベル・バッファ６０６の内
容が一層詳細に示されている。リーフ・レベル・バッフ
ァ６９ｏ１ｄ３種類のセクションヲ含む。すなわチ、現
エントリ・オフセット領域６９１は当該インデックス・
ノードの現インデックス・エントリに対するオフセット
及び該インデックス・エントリ中の種々のパラメータ全
保持し、作業キー・バッファ領域６９２は必要に応じて
後で使用したり又は成るインデックス・エントリヲ作成
するために２以下のキーを一時的に保持し、そして最後
に３つのリーフ・ノード・バッファ１ないし５（６９５
ないし６９５）が設けられている。す１−フ・ノード・
バッファの数ヲ除く、！：、第１７Ｃ図のリーフ・レベ
ル・□バッファ６９０は第１６Ｃ図のルート・レベル・
バッファ６１０と同じフォーマットｉ有する。

成るデータ・セットには唯１つのルート・ノードがある
にすぎないから、１つのルート・ノード・バッファが必
要となるにすぎない。しかしながら、第１７Ａ＝ないし
第１７Ｃ図に関連して説明したように、逆方向スキャン
の動作中は６つの異なるインデックス・ノード、すなわ
ち指定された元のリーフ・ノード、左端のリーフ・ノー
ド又は回復された最後のリーフ・ノード、そして前２者
の間に行われるスキャンの一部として読取られるリーフ
・ノードを検討しなければならないことがアル。リーフ
・レベルでは、インデックス・エントリが追加されるこ
とは々く、同じ論理セクタの重複割振シの問題に起因し
て削除されることがあるにすぎない。従って、回復手順
の間にはり−ブレベルで分割が行われることはない。

以上詳述したよ・うに、゛本発明によれば、ＤＡＳＤ上
のセクタで記憶媒体エラーが検出された場合であっても
操作員に対する相当量のデータが失われないように、Ｄ
ＡＳＤに記憶されたデータ・セラ１に一保護することが
可能となる。また、可能なエラーを検出した場合には、
正しくなく且つ矛盾性を゛含むインデックスを有するよ
うなデータ・セット２通常の動作のためにアクセスする
の全禁止することができる。さらに、記憶媒体エラーが
生じたり、又はデータ・セット・インデックスの変更中
に電源が故障したためデータ・セット・インデックスの
更新が正常に完了しない場合には、これらの原因に応じ
て生じうるすべてのインデックス・エラーを解決するた
めにボリューム上のすべてのインデックス・ノードをス
キャンすることができる。これらのデータ保護及び回復
方式を導入しても、ワード・プロセシング・システム１
０の通常の動作の性能は極〈わずか低下するにすぎない
。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明全包含するワード・プロセシング・シス
テムを示すブロック函、第２図は第１図のプロセッサを
一層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（Ｄ
ＡＳＤ）にデータ・セット（文書）の形式で記憶された
テキスト’（示すブロック図、第４八図ないし第４ｃ図
は比較的小さいデータ・セットに対するデータ・セット
・インデックスであって、１つのルート／リーフ・ノー
ドだけを含むデータ・セット・インデックスを例示する
ブロック図、第５Ａ図及び第５Ｂ図は比較的大きいデー
タ・セットに対するデータ・セット・インデックスであ
って、１つのルート・ノード及び２つのリーフ・ノード
を含むデータ・セット・インデックスを例示するブロッ
ク数、第６図は１つのルート・ノード、２つの中間ノー
ド及び多くのリーフ・ノードを含むデータ・セット・イ
ンデックスを例示するブロック図、第７図はボリューム
及びデータ・セット・インデックス間の関係を例示する
ブロック図、第、８図は第１図の記憶アクセス方式（Ｓ
ＡＭ）内部制御ブロックｋ　一層詳細に示す図、第９図
は第１図のＳＡＭインタフェース制御ブロックを一層詳
細に示す図、第１０Ａ図及び第１０Ｂ図は冗長的に記録
された媒体制御レコード及びボリューム・アンカーを一
層詳細に示すブロック図、第１１Ａ図及び第１１Ｂ図は
インデックス・ノードの読取９及び書込みに関係する本
発明の動作ステップを示す流れ図、第１２Ａ図及び第１
２Ｂ図はデータ・セット・ステータスを検査及び管理す
るために行われるデータ・セットのオープン及びクロー
ズに関係する本発明の動作ステップを示す流れ図、第１
６図は６レベルのデータ・セット・インデックスにおい
て、新しいリーフ・ノードを中間ノードに反映させるこ
とができる前に、電源の故障によってリーフ・レベルの
分割動作が中断されるような状況を例示するブロック図
、第１４図はボリューム回復プロセスの主要な手順及び
これらの手順間の関係を示すブロック図、第１５図はボ
リューム回復手順に関係する本発明の動作ステップを示
す流れ図、第１６Ａ図はデータ・セット回復手順に関係
する本発明の動作ステップを示す流れ図、第１６Ｂ図は
第９図のデータ・セット領域を一層詳細に示すブロック
図、第１’６Ｃ図は第１６Ｂ図のルート・レベル・バッ
ファを一層詳細に示すブロック図、第１６Ｄ図はルート
回復手順に関係する本発明の動作ステップを示す流れ図
、第１７Ａ図及び第１７Ｂ図はリーフ・レベル回復手順
及び逆方向スキャン手順に関係する本発明の動作ステッ
プをそれぞれ示す流れ図、第１７Ｃ図は第１６Ｂ図のリ
ーフ・しゝル・バッファを一層詳細に示す図である。 出　ａ　人　インターカショナノいビジネス・マシーン
ズ・コーポレークタン第４Ａ図 第４Ｂ図 第４０図 第７図 第８図 第１０Ａ図 第１０Ｂ図 第１１Ｂ図 第１２Ａ図 第１２Ｂ図 第１４図 第１６Ａ図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 下記の段階（イ）ないしくへ）から成る、記憶媒体エラ
   ーに起因する記憶ボリューム上のデータの損失又はアク
   セス不能性を減少させるためのボリューム回復方式。 （イ）前記記憶ボリューム上の予定の位置に媒体制御レ
   コードの２つのコピーを記録する段階。この媒体制御レ
   コードはボリューム・アンカーの位置を識別するための
   情報を含む。 （ロ）前記ボリューム・アンカーの２らのコピーを前記
   記憶ボリュームに記録する段階。このポリ□　ューム・
   アンカーはすべての、データ・セット又はデータ・セッ
   ト・ディレクトリの位置を識別するための情報を含む。 （ハ）前記データ・セット又はデータ・セット・ディレ
   クトリの各ルート・メートの２つのコピーを前記記憶ボ
   リューム比記録する段階。前記データ・セット又はデー
   タ・セット・ディレクトリの各々をアクセスするｋは、
   このルート・／−トｉアクセスすることが必要である。 に）前記ボリューム・アンカーにシャドウ・オフセット
   を指定する段階。このシャドウ・オフセットは第１コピ
   ーを保持するセクタっ論理セクタ番号と第２コピーを保
   持するセクタの論理セクタ番号との間の差を表わす。 （ホ）各データ・セットに対する前記ルート・ノードの
   データ・セット・プロフィルにリーフ・シャドウ指示を
   指定する段階。このリーフ・シャドウ指示は当該データ
   ・セットに対するリーフ・ノードが第２コピーを有する
   ように冗長的に記録されるか否かを表わす情報を含む。 （へ）記録媒体エラーにより所与のデータ・セントに対
   する前記ルート・ノード又は前記リーフ・ノードの１次
   コピーを正常に取出すことができないときは前記第２コ
   ピーを自動的に取出すための段階。