JPS60250449A - デ−タ記録方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明はデータの記録に関し、さらに詳しく言えば、非
削除式記録技術を用いた自己保存式記録技術に関する。

〔従来技術〕

データの記録はデータ処理オペレーション全体の中でも
重要な部分を占める。データの記録は、はとんどの場合
、磁気媒体のような再書込み可能な記録媒体を用いて行
われる。この場合、実用的には、データのディレクトリ
を特定のレコード媒体またはレコードボリューム（たと
えばディスク、磁気テープ等）Ｋ記憶するのが普通であ
る。記憶されるデータへのディレクトリはレコード媒体
の１セク／ヨ／（たとえは下位アドレス部分）に記憶さ
れ、一方、データ（尤しコード媒体の残りの部分に記憶
される。このようなティレフトりはボリューｌ、目録（
ＶＴＯＣ）またはテープ目録（ＴＴＱＣ）と呼ばれる。

各レコード媒体に記憶されたディレクトリおよびデータ
は様々な記録オペレーションで更新すれる。データを更
新するときは古いデータを削除する。したかつてデータ
削除を行うような更新の場合は、使用可能なのはデータ
の最新のバー／コンたけである。データ変更に関する履
歴は、ジャーナリングまたは他のバックアップオペレー
ションがなされない限り、残らない。

エディタによってはぐたとえはコンピュータプログラム
およびテキストプロセソザを編集するようなエディタ）
限定的な自動テータバソクアップ機構を有するものもあ
る。たとえばＩＢＭパーソナルコンピュータのためのＩ
ＢＭディスクオペレーティングシステムはＥＤＬＩＮと
呼ばれるラインエディタを使用する。Ｅ　Ｉ）　Ｌ　Ｉ
　Ｎは１９８１年発行のＩＢＭ社のティスフオペレーテ
ィングシステムマニュアルに記載されている。このライ
ンエディタは、ユーザが’ＥＮＤＥＤＩＴ’“コマンド
をＦＪＤＬＩＮに発すると、バックアップファイルを生
成する。すなわち、ＥＮＤＥＤＩＴコマンドはサフィッ
クス゛’、ＢＡＫ”で識別さｔ’する、ファイル名を持
ったバックアップファイルを生成する。

編集により生成された新しいファイルはＥＮＤＥＤＩＴ
コマンドで指定されたのと同じファイル名（ただし拡張
部”、ｘｘｘ’″を備える）を有する。

新しいファイルのディレクトリはそれをバンクアップフ
ァイルにはリンクしない。もちろんユーザにはそのファ
イルの名前は判っているから、新しいファイルまたはバ
ックアップファイルのいずれをもアクセスすることがで
きる。バックアップファイルは編集のエクステントとは
無関係に生成されるものであり、もちろん、それが何で
あれ全く変更されない。

米国特許第４４１．９７２５号は、ティスフドライブま
たはデータ記憶ユニットを有するバッキング言己１．６
、音（（Ｋ接続されｔニギャソン′ユテータ記１意音旧
（ついて記載するものである。キャッシュへの書込みが
行われるとぎは、新しいテルクトリ（またはデータセグ
メントに書き込まれたものに対応する七グメンｊ・記述
子テーブルのエントリ）が生成サレ、キャソ／ユヘ書き
込まり′シたデータと共に記憶される。換言すれは、テ
ィレフ）　１１のエントリはデータと共に記憶され、し
かもそれは別のディレクトリ構造を有するのである。し
たがって、ブイレフ）　ｌ）の全てのエントリの場所が
正確にわかラナイと、エントリを読み取るＫはキャッシ
ュ全体をスキャンしなげればならないことがある。この
特許では、ディレクトリのエントリにはキャッシュのセ
グメントの所定の部分が割り振られている。したがって
、新しく生成された記述子テーブルの全てのエントリの
場所をキャッシュにおいて容易につきとめることができ
るよう、データ記憶領域は固定長であることが好ましい
。ところが可変長でデータを記録する場合は、ディレク
トリエン）　ＩＪの場所が前もってわかるという利益は
な（なってｌ−まり。

ディレクトリが、単一の工／トすＶこつき、複数のデー
タ記憶場所・＼の複数のアＩ・レスポインタを含むとい
うものもある。たとえば米国特許第４４１９７４６号は
、単一の命令サイクルで異なる２つのメモリを同時にア
クセスできるよう各エントりが２つのアドレスを含むと
いうものである。

非常に高い記録密度を有するが１回しか書込みのできな
い光学式記録媒体の場合、ティレフ）　ＩＪとデータを
同じ記録媒体に記憶する限りは、データを記憶するたび
にディレクトリを更新し削除するという芸当はできない
。光学式のものと磁気式のものを有する記録媒体を利用
してデータおよびディレクトリをそれぞれ記憶させれば
前述の問題は解決されるであろうが、そのような構成は
極端にコストがかかるので好ましくない。したがって１
回しか書込みのできないような記録媒体には、それらの
持つ非削除性に適応するための比較的簡単なデータ記憶
管理の技術が必要であろう。

更新可能すなわち再書込み可能な磁気媒体といえとイ１
、そうしたテークの管理および保存（’Ｃ関するロスは
テーク処理のコストニはね返ってくる。

何故なら、更新さ第１．フニテータセノトまたはテーク
ノアイルの占いバージョン（各バー／ヨンハ生成された
チータグループである）がどこにあるのかがわかるよう
に様々なカタログを構成しなければならな℃・からであ
る。同時に、ボリュームのデータ記憶の内容も管理しな
ければならない。そうした管理を行うにはホストプロセ
ッサとテータ記憶゛制御ユニットが必要である。磁気媒
体のコストは減少する一方なので、更新および削除に関
するコストの削減は意義のあることである。し、たがっ
て再書込み可能な磁気媒体でも、テークを削除しないで
記録することは利益がある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

以ト説明したように、再書込み可能な記録媒体において
データおよびディレクトリが更新され削除される場合、
データの変更に関する履歴を残しておくには複雑な処理
が必要である。また、１回しか書込みのできないような
記録媒体の場合、それらの持つ非削除性に適応するデー
タ記憶′１１埋］シ術はこれまでのものでは不十分であ
る。

したがって本発明の目的は非削除性に適応する簡単なテ
ーク記憶管理の方法を提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明によればデータおよびディレクトリは下記のよう
にしてテーク記憶ユニットに記憶される。

テーク記憶ユニットのテーク記憶領域は第１のアドレス
および第２のアドレスで区切られている。

テーク記憶ユニットは記憶すべきテークを受け取り、こ
れを、第１のアドレスのところから始まって第２のアド
レスのところへ向かう方向で、順次かつ連続的にデータ
記憶領域へ記憶する。テークを記憶するたびごとに、記
憶されたテークの識別子と、データの記憶されたデータ
記憶領域を識別するアドレスポインタと、を有するディ
レクトリエントリを生成する。このディレクトリエント
リを、第２の７トレスのところから始まって第１のアド
レスのところへ向かう方向で、順次かつ連続的にテーク
記憶領域・〜記憶する。

〔実施例〕

第１図に示すテーク記憶サブシステム１０はアクセス制
御部１２に接続されたテーク記憶ユニット１１を含む。

アクセス制御部１２は入出力用の接続部１３を介して１
以上のホストプロセッサ３０ｖｃ接続される。データ記
憶サブシステム１０においては、複数のテーク記憶ユニ
ット１１に１以上のアクセス制御部１２を接続すること
ができる。

各テーク記憶ユニット１１は１以上のレコード媒体１４
（好ま１．　＜は円形のディスク）を含む。レコード媒
体１４は回転軸１５を中心にして回転するよう取り刊け
られている。レコード媒体１４は取り外し可能である。

変換器１６は矢印２４で示すように内端１９と外端１８
との間の記録領域で　。

半径方向に移動可能である。記録領域は多数の同心のレ
コード士ラックから成り各レコードトラックが半径方向
の一意的な位置を占めるか、または渦巻き状の単一のト
ランクがそのトランク内で各々アドレス指定可能な複数
の位置を有するように構成される。変換器１６は接続部
１７を介してアクセス制御部１２に接続される。

本発明に従ってレコード媒体１４に記憶されるテークに
対してレコードディレクトリが外端１８に沿って構成さ
れる。データが記憶さ１するに従って、レコード媒体１
４内で、レコードディレクトリが矢印２５で示すように
半径方向内側へ向かって進行する。一方、データの記憶
は矢印２６で示すように内端１９から半径方向外側へ向
かって進行する。レコードディレクトリは、通常のアド
レス指定の手法を用いて、トラック＃０（最小のアドレ
ス）から始まって、レコードデ・・イレクトリのエント
リが新しくなるにつれてそのアドレスが増え続ける。デ
ータは、これとは逆に、最大のアドレスのところから始
まる。したがってテークが増えるにつれてそのアドレス
が減り続ける。レコードディレクトリとデータは互いに
近づいていって、最終的に、レコード媒体またはデータ
ボリュームが一杯になる。レーートテイレクトリおよび
データを記憶する位置および方向性はどのようにしても
よい。

第２１図にアクセス制御部１２の一般的な構成を示す。

アクセス制御部１２は作業用制御記憶装置（ＷＣ３）３
２に記憶されたプログラム６３で制御されるプログラム
可能なマイクロプロセッサろ１を含む。そうしたプログ
ラムによりマイクロプロセッサ６１はデータ記憶サブシ
ステム１０を働かせ、接続部１６を介してホストプロセ
ッサ３０からデータ記憶ユニット１１ヘデータを記憶し
、またはホストプロセッサ３０の要求するデータをデー
タ記憶ユニット１１かもデータを取り出す。

データ記憶サブシステム１０はホストプロセッサ３０と
データ記憶ユニット１１との間で転送されるデータを一
時的に記憶するためのテータバッファすなわちキャッシ
ュ３５を含んでいてもよい。

キャッシュ５５の制御は通常の方法でよい。キャッシュ
ティレフトリ３６はデータ記憶ユニット１１に記憶され
るデータのアドレスと、キヤノンユ内に記憶された全て
のデータの対応するアドレスとを記憶する。ホストプロ
セッサ３０からデータ記憶ユニット１１ヘデータを転送
する間（記録オペレーションｔなわち書込みオペレーシ
ョンの間）、キャッシュティレフトリ６６は、ディレク
トリのエントリが生成される前に、成るデータをキャッ
シュろ５に記憶できるようキャッシュアドレスだけを有
することができる。この場合、レコード媒体１４のアド
レス空間の範囲外の擬似アドレスを用いてもよ（・し、
物理的なデータ記憶場所を割り振って、その後、そこへ
データを記録するようにしてもよい。好適には、キャッ
シュティレフトリ３６がデータ記憶ユニット１１のアド
レスとキャッシュアドレスの両方を常に有することによ
って、ホストプロセッサ３０からデータを受け取る際に
そのデータに対してデータ記憶ユニット１１内でアドレ
スをマイクロプロセッサ３１が割り当てるようにしてお
く。データ記憶ユニット１１のアドレス指定は通常のト
ラック（半径方向位置）およびセクタ（回転方向位ｉｆ
）のアドレス指定である。

キャッシュ６５内に記憶されたデータはアドレス指定ｉ
ｊＪ能な複数のデータ記憶領域３７で識別される。デー
タ記憶領域３７は、それぞれ、変更（Ｍ）ヒノ１−３８
を有する。ホストプロセッサ３０がデータ記憶ユニット
１１にデータを供給するときは、データが変更されたこ
とを示すように、変更ビット３８が常時セットされる。

変更ビットろ８を用いて、変更されたまたは新しいデー
タたけがデータ記憶ユニット１１に書き込まれるよう、
キャッシュ６５とデータ記憶ユニット１１との間のデー
タ転送を制御する。

マイクロプロセッサ５１はアクセス制御部１２ノ全ての
要素を制御する。バス４ｏはマイクロプロセッサ３１を
ＷＣＳ　３’２およびキャッシュろ５に接続する。こう
してマイクロプロセッサ６１がＷＣ８３２およびキャッ
シュ３５を制御し、これらろ考量のデータ転送を行う。

キャッシュろ５とデータ記憶ユニット１１との間のデー
タ転送は、書式化およびデータ変調（記録のためのコー
ド化）を行う通常のデータ回路４１Ｃ・こよつ−（遂行
される。

自動データ転送回路はバス４２を介するギャソンユ３５
とデータ回路４１との間のデータ転送、およびデータ回
路４１と接続部１ろとの間のデータ転送を行う。後者の
データ転送はキャッシュ３５をバイパスする。データ転
送は、好適には、ホストプロセッサ３０とキャッシュと
の間、おヨヒキャツシュ３５とデータ記憶ユニットとの
間で行われる。データ回路４１は制御ライン４３を介し
てマイクロプロセッサ３１により通常の方法で制御され
る。

ＷＣＳ　３２は、マイクロプロセノザ３１用のプログラ
ム３６の他に、本実施例で使用する制御データ構造を記
憶する。ＷＣ８３２は、本実施例とは関係がないがデー
タ記憶サブシステム１ｏに実用的に役立つ他の制御テー
ク構造も記憶する。ＷＣ３３２は、好適には、半導体で
構成さ才またランダムアクセス式のデータ記憶ユニット
である。ディレクトリインデックス５０（後出）はデー
タ記憶ユニット１１におけるデータ記憶領域の第１段階
「／）アクヒスを提供する。ディレクトリインテックス
はアクセス制御部１２の内部に示されて℃・るか、その
ようなインテックスは、同様に、ホストプロセッサ６１
でも使用される。このような構成は、パーツナルコンピ
ュータまたはミニコンピユータのように能力の低し・ホ
ストプロセッサには特に有利である。ディレクトリイン
テックス５０はファイル名またはテータセノト名Ｃ以下
ＤＳＮＡＭＥという）と、レコード媒体１４またはキャ
ツンユテイレクトリ３乙に記憶されたレコードディレク
トリ２５のエントリと、を突き合わせる。レコード媒体
１４上のレコードディレクトリを更新する場合、ＷＣ８
３２は占℃・ディレクトリのエントリ（旧ディレクトリ
エントリ５２）を有する。

旧テイレクトリエントリ５２は同時にアクセスされる、
レコード媒体１４のレコードディレクトリのエントリの
コピーを記憶する。更新されたディレクトリのエントリ
（新テイレクトリエントリ５３）はホストプロセッサろ
０からデータ記憶ユニット１１に供給される新しいまた
は更新されたデータと共に記録すべきディレクトリのエ
ントりを・記憶する。ディレクトリインテックス５０は
、アクセス制御部１２内で記憶される場合、再書込み可
能な保存式記憶部５１に記憶することができる。

再書込み可能な保存式記憶部５１はたとえばテイスケッ
ト、または再書込み可能なＲＯＭのようなものである。

実用的には、データ記憶サブンステム１０のデータ記憶
ユニット１１の全てのディレクトリインテックスのうち
一部分だけをディレクトリインデックス５０が有する。

レコード媒体１４内におけるレコードディレクトリ２５
およびデータ２６の進行方向は前述のもの以外にも幾つ
か考えられる。ディスクタイプのレコードメンバーで変
換器１６を半径方向に移動するアクチュエータのヘッド
のトラック間の移動速度は外端１８または内端１９へ行
く程、遅くなる。したがって、レコードディレクトリは
データ記憶領域の（半径方向）中はどに記憶することが
望ましい。第６図における破線で示した基準円６０は、
トラック間の移動速度が最大になるところの半径方向の
位置を示すための円である。レコードテイレクトリは基
準円６０から始まって、矢印６１に示すように、外側に
進行する（アドレスが増加する方向）。データの記憶も
、初めは、基準Ｐ］６０から始まって、矢印６２に示す
ように、内側に進行する。このデータの記憶は内端１９
まで進行する。この部分のデータをデーター１と記す。

さらに、データの記憶は外端１８から始まって、矢印６
３に示すように、内側に進行することができる。この部
分のデータをデーター２と記す。以−」二例示するよう
に、レコードディレクトリとデータの記憶に関する幾何
学的な構成は、前述のものに限らず、自由に選択できる
。

第４図を参照してレコード媒体１４のデータ記憶領域を
アクセスするためのアドレス指定シーケンスにつし・て
説明する。ホストプロセッサ３０から受け取られる、レ
コード媒体１４をアクセスするためのアクセス要求を矢
印６９で示す。所与の要求がファイル名またはテータセ
ソト名（Ｄ、ＳＮＡＭＥ）を含むときは、マイクロプロ
セッサ３１はプログラム６３を用いてディレクトリイン
テックス５０をアクセスする。一致したＯ３ＮＡＭＥが
みつかれば、レコード媒体１４のレコードテイレクトリ
に対応するディレクトリポインタ（ＤＩＲＰＴＲ）’７
３によりマイクロプロセッサ３１がＤＳ’ＮＡＭＥの最
新レコードディレクトリのエントリをアクセスする。第
４図の例では、ＤＳＮＡＭＥ８０を含む最新のレコード
ディレクトリのエントリは、エントリ７５である。

データ記憶ユニット１１のデータ記憶容量は非常に大き
いので、複数のディレクトリインデックスを設けてアド
レス指定可能な論理データ記憶ボリューム（または仮想
データ記憶ボリューム）を複数提供すれば効率はさらに
よ（なる。好適には、複数の仮想データ記憶ボリューム
に対して特定の領域を全（割り当てないようにするか、
実際のデータの記憶がそうした仮想ボリュームのアドレ
ス指定（またはサブブイレフ）　ＩＪの使用）には関係
しないようにする。後者の場合、ディレクトリインテッ
クス５０は複数の仮想的なテイレクトリインテノクス７
０．７１等を含む。この場合は、ホストプロセッサ３０
は自身の要求（矢印６９）で仮想的なディレクトリイン
テックスのうちの１つを選択する。複数のホストプロセ
ッサが１つのデータ記憶ユニット１１を共有する場合は
、各ホストプロセッサが各自のディレクトリインテック
スを有することも可能である。すなわち、マイクロプロ
セッサ６１がプログラム６３を用いてどのホストプロセ
ッサが要求を発したかを認識してそのホストプロセッサ
の識別子を適切なディレクトリインテックスに変換する
ことができる。仮想ボリュームもまた複数のプロセッサ
（１以上のホストプロセッサ３０の仮想マシンまたは他
の論理的エンティティ）に割り当てることができる。い
ずれにせよ、ディレクトリインテックス５０は、供給さ
れた１、）ＳＮＡＭＥに対応する最新のレコードディレ
クトリのエントリを指定するディレクトリポインタ（Ｄ
ＩＲＰＴＲ）７３を有する。

レコード媒体１４のレコードディレクトリ２５は、ファ
イルまたはデータセットに対して、レコーテイ／グシー
ケンスに依存して全てランダムにインターリーブされる
複数のエントリを有する。

このレコーテイングシーケンスはデータの構成には関係
がない。第４図では、所与のＤＳＮＡＭＥ７２に対して
、逆進的な関係にある３つのエントリを示した。これら
の６つのディレクトリエントリの間にあるのは他のファ
イルまたはデータセットに対するディレクトリエントリ
である。マイクロプロセッサ３１がディレクトリインデ
ックス５０、ＤＳＮＡＭＥ７２、およびディレクトリポ
インタ（ＤＩＲＰＴＲ，）７３、ならびにプログラム３
６を用いてディレクトリエントリ７５をアクセスすると
、マイクロプロセッサ３１はＤＳＮＡＭＥ７２に対応す
る、レコード媒体１４に記憶された全てのデータの実際
の状況を判断する。ディレクトリポイン、り（ＤＩＲＰ
ＴＲ）７３で指定されるディレクトリエントリ７５にお
いて、逆ポインタＲＰ７９がＤＳＮＡＭＥ７２の前のバ
ージョンに対応する前のディレクトリエントリを指定す
る。レコードディレクトリのエントリは、各々、そのよ
うな逆ポインタを有する。ディレクトリエントリフ５に
おいて７６はＤＳＮＡＭＥ７２の複数のフィールドおよ
びレコードにそれぞれ対応する複数のチータボインタ人
ないしＥを示すものである。それらの複数のフィールド
およびレコードはそのファイルまたはデータセットのデ
ータの最新のバージョンである（データ記憶ポインタは
レコードに対応するので、以下、場合に応じてデータポ
インタＡまたはレコードＡのように使う）。

７７は個々のレコードＡな℃・しＥに対するアドレスポ
インタを集合的に示すものである。第４図に示す例では
、レコードＡ、Ｂ、Ｃ１およびＥが最初に記録されたデ
ータである。レコード’Ｄ’はそれかレコードＤを更新
したものであることを示している。矢印８２で示すよう
に、逆ポインタＲＰ７９で指定される最後から２番目の
ディレクトリエントリ８３はレコードＤへのデータポイ
ンタを有スル。レコードＤはレコードＤ１の前のバージ
ョンである。このことかられかるように、１つのファイ
ルまたはデータセットのうちのレコードが１つでも変更
されれば新たなディレクトリエントリ（７５）が生成さ
れる。データポインタＡ、Ｂ、Ｃ１およびＥは変更され
ずもとのままであるからレコードＡ、Ｂ、、Ｃ１および
Ｅがそれぞれ指定される。

すなわち、ディレクトリエントリ８３に示すＤＳＮＡＭ
Ｅの更新においては、更新されたレコード゛　を指定す
るためにチータボインタＤがチータボインタＤ′に変更
される。

最後から２番目のディレクトリエントリ８ろはＤＳＮＡ
ＭＥ７２および８０と同じＤＳＮＡＭＥ８４を有する。

ディレクトリエントリ８３は最後から６番目のディレク
トリエントリ８６を指定す０る逆ポインタ８５を有する
。８７はディレクトリエントリ８３に対応するファイル
またはデータセットのデータ用のチータボインタＡない
しＤを示すものである。第４図の例では、レコードＥは
ディレクトリエントリ７５に対する新しいレコードであ
る。すなわち、ディレクトリエントリ７５においては、
レコードＤが更新されると同時に新しいレコードＥが加
えられている。さらに、最後から５番目のティレフトリ
エントリ８６にあったテータボイ／りＦおよびＧはティ
レフトリエントリ８ろにはない（レコードＦおよびＧの
削除）ということを、図中で（ＦＧ）のように示した。

ティレフトリエントリ８６の逆ポインタ領域９０は空白
である。この空白はティレフトリエントリ８６がレコー
ド媒体１４内でこのＤＳＮＡＭＥを有するファイルの最
初の記録を有することを示す。領域９０に％定の文字ま
たは文字セットを挿入して、そのファイルまたはデータ
セットの前のレコーディングがさらに別のレコード媒体
（図示せず）に在ることを示すようにすることもできる
。これにつし・ては後で説明する。９１はこのレコード
媒体１４に記録されたファイルＤＳＮＡＭＥの最初の内
容を指定するデータポインタＡ、Ｂ、Ｃ，Ｆ、およびＧ
を示すものである。

レコードディレクトリ２５はその矢印の向きが示すよう
に外端１８から内端１９の方向に進行する。場所９５は
現にレコード媒体１４に記録されているレコードディレ
クトリの最高のアドレスを示ス。マイクロプロセッサ３
１は、場所９５を識別するために、その場所を指定する
ティレフトリ終端ポインタ９６を有する。同様にデータ
２６はその矢印の向きが示すように内端１９から外端１
８の方向に進行する。場所９７は現にレコード媒体に記
録されているデータの最低のアドレスを示す。ＷＣ８３
２内のデータ経端ポインタ９８は場所９７を指定するア
ドレスポインタを含む。マイクロプロセッサ５１は、こ
れにより、データ記憶領域７８の次のアドレス（すなわ
ちさらに小さいアドレス）のところに付加的なデータを
容易に記録することができる。マイクロプロセッサ６１
は、書込み要求１０１を受け取った場合は、データ終端
ポインタ９８をアクセうすることによってデータ記憶セ
クタを設定してレコード媒体１４に記録すべきデータの
受信を開始し、データが書き込まれればデータ経端ポイ
ンタ９８を更新する。レコードディレクトリ２５の新し
いエントリの書込みもこれと全（同様である。読取り要
求１００の場合（すなわちレコード媒体１４の内容の走
査の場合）、マイクロプロセッサ３１はディレクトリ終
端ボイ／り９６を用いてレコードディレクトリの終端の
ところから走査を開始し、記録されたデータを識別する
ために外端１８に向かって走査を進行する。

第４図に示すように、データ記憶サブシステム１０にお
いては２以上のレコード媒体１４を使用することが可能
である。したがってテイレクトリインテノクス７０．７
１等のディレクトリポインタ（ＤＩＲＰＴＲ）７３は、
ディレクトリポインタ（Ｄ　Ｉ　ｌ？、Ｐ　Ｔ　Ｒ）　
７３とＤＳＮＡＭＥ７５との間の矢印で示すように、レ
コード媒体１４の選択的制御が可能である。このような
選択的制御は現行のデータ処理システムにおけるデータ
記憶ボリュームの選択と同じものである。

半径方向に位置する同心のレコードトランクを利用する
場合にレコード媒体１４におけるレコードディレクトリ
のエントリおよびデータの実際の記憶形式を第５図に示
す。レコード媒体１４の最初のレコードディレクトリは
外端１８のところに記憶される。第５図に示したアドレ
ス空間の幅はルコードトランクに対応し、縦軸シま個々
のレコードトラックの半径方向の位置に対応する。レコ
ード媒体１４に記録された最初のデータはエントリＱで
ある。エントリＱはデータＱ−Ａへのポインタを含む。

データＱ−ＡはデータセットＱの最初のデータレコード
である。エントリＷは別のファイルまたはデータセット
のためのもので、データ記憶領域７８のデータＷ−Ａに
対応する。エントリＸはデータＸ−Ａに対応しこれを指
定する。

エントリＱ１は既に記録された、エントリＱで表わされ
るファイルまたはデータセットが変更されたことを示し
て℃・る。この変更はデータＱ−ＦおよびＱ−Ｇの削除
、ならびにデータＱ−Ｄの付加に対応する。エントリＱ
ｌｌはデータＱ−ＤからデータＱ−Ｄ’への変更に対応
する。たとえばエントリＱｌ＋は第４図のエントリ７５
に対応する。すなわち、５つのレコードのうちの４つで
あるレコードＡ１Ｂ、Ｃ，およびＥが変更されずレコー
ドＤがレコードＤ１に変更される場合である（データＱ
−Ｄ“がしＪ　−１’　Ｄ’　ＶＣ対応し、゛ｉ−−タ
Ｑ−ＡないしＱ−ＣがレコードＡないしＣｔｆこそれぞ
れ対応する）。この例は、チータボインタＡ、Ｂ、およ
びＣが変更されずもどのままで、チータボインタＤがチ
ータボインタＤ　’　Ｋ変更されかつチータボインタＥ
が伺加される場合である。データポインタＤ’およびＥ
は第５図のデータＱ−Ｄ’およびＱ−Ｅに対応するもの
である。エントリＸはデータＸ−Ａを含む１つのファイ
ルに対応する。エントリ２はデータ２−Ａに対応する。

レコードディレクトリ２５の物理的なサイズは、第５図
ではわかり易くするため、チーｌ記憶領域のサイズに比
べて大きめに描かれている。場所９５（レコードディレ
クトリの終端）はエントリＱ１１のところに在り、場所
９７（データの終端）はデータＱ−Ｅのところに在る。

レコード媒体１４ＫＮ加的なデータが記録されでいくに
つれて、データ記憶領域７８は外側へ向かって進行し、
これと、内側に向かって進行するレコードディレクトリ
２５が互いに近づいて℃・く。最新のレコードディレク
トリのエントリの最高のアドレスおよび最新のデータの
最低のアドレスの差か所定の最小量に達すれば、レコー
ド媒体１４が一杯になったことが宣言される。同時にこ
の時点でテイレクトリ／テータ終端１０５がそのときの
場所９５および９７の中間に記録される。ティレフトリ
終端ＩＤ１０６およびデータ終端ＩＤ１０７はデータレ
コーディングの内部ブロックのギャップに用いられるよ
うな制御情報（既知の特定パターン）や他の所望の制御
情報を含んでいてもよい。

レコード媒体１４がデータで一杯になればその後はマイ
クロプロセッサ６１はレコードディレクトリの最後のエ
ン）　ＩＪを迅速に見つけることができなければならな
い。これは先に説明したディレクトリインデックスを用
いれば達成できるが、レコード媒体１４が移送可能であ
れば、アクセス制御部１２はディレクトリエントリを利
用できないことがある。一杯になったレコード媒体１４
のアクセスを容易にするために、終端ポインタがトラッ
ク＃０の１セクタに記録される（すなわち半径方向最外
周のトラックに終端ポインタのための１つのセクタか、
レコードテイレクトりの生成前に、予約される）、一杯
にノ一つたレコード媒体１４のアクセスは、初めに終端
ポインタを見つけることから始まって、次にファイルま
たはデータセットの最新バージョンを見つけるために最
後のエントリへ直接進む。ティレフトリ終端ＩＤ１０６
およびデータ終端ＩＤ１０７はＶＴＯＣ内において通常
の方法でみつかる情報の全てまたは一部（すなわちディ
レクトリインデックス７０．７１０部分的なコピーまた
は完全なコピー）を含んでいてもよ（・。後者の場合（
完全なコピーを含む場合）、レコードディレクトリ２５
の全体を走査しなくても、レコード媒体１４にどのデー
タが記憶されているかを迅速かつ容易に識別することが
できる。

ディレクトリインデックス７０．７１の部分的なコピー
はファイルのリストたけでもよいし、またはファイルの
現在の数までで最後に記録されたファイル、すなわち、
最新の活動ファイルでもよ℃・０第６図はレコードディ
レクトリ２５のエントリのうちの選択された１バージヨ
ンを示すものである（例として第４図に示したエントリ
７５を用（・る）。ヘッダ１２０はＤＳＮＡＭＥ８０、
逆ポインタ７９、および自己保存のために必要な最小限
の伺加的情報を含む。この伺加的情報はタイムスタンプ
１２１、伺加的な制御フラグ１２２、および長さ標識１
２６（ファイルＤＳＮＡＭＥのサイズを示すもの）を含
む（ただし制御フラグ１２２は本発明と無関係である）
。データフィールド７６は、ポインタ１２５の他に、レ
コード識別子ＩＤ１２４、基準標識１３５、長さ標識１
６６、および伺加的な制御フラグ１３８を含む。基準標
識１３５はＤＳＮＡＭＥにおいて指定されたデータの論
理的な場所すなわちディレクトリエントリにおけるフィ
ールドのシーケンス番号、またはデータの変更レベルす
なわちタイムスタンプを示すものである。制御フラグ１
６８は制御情報（たたし本発明を理解する上では関係の
ないものである）を有する。

レコードディレクトリのエントリのために必要な最小の
データフィールド７６の内容はポインタ１２５のデータ
である。ポインタ１２５は、指定されたチータレコード
を一意的に探し出すためのトラックアドレス ３０（識別されたｌ・ランク−」−の回転方向の位置）
を含む。そうしたトラックおよびセクタは指定されたデ
ータを記憶するトランクのセクタのうち最初のものであ
る。ポインタ１２５は、さらに、指定されたトラックお
よびセクタにデータを書き込むべきかどうかを示すビッ
ト’Ｗ　１　２　６を含む。２４、８等の複数のデータ
記憶セクタカＬ／コートテイレクト＋７　２　５のエン
トリの１つに割り当てられると、長さ標識１３６は実際
に書き込まれた連続的なセクタの数を示すことかできる
。ビットＤ１２７はトラックおよびセクタが不備である
ことを示す場合もあれば、そのうちの幾つかのセクタが
不備であることを示す場合もある。制御フラグ１２８は
制御情報（ただし本発明を理解する」二では関係のなし
・ものである）を有する。本発明の他の実施例によれば
、トラックアドレス１２９およびセクタアドレス１３０
のポインタはレコード媒体１４の割振り単位の６倍のサ
イズのものを指定する。したがって単一の割振り単位よ
りも太き（・容量を必要なだけ有するファイルまたはデ
ータセットのルコードには複数のセクタアドレス１ろ０
が必要であろ９；データフィールド７６はそのレコード
の記録に使用される最初のセクタを指定する。さらに別
の実施例によれば、チータフイールド７６はファイルに
割り振られた個々のセクタを、そのデータの内容とは関
係なく、それぞれ指定する。後者の実施例の場合、ホス
トプロセッサ３０は割り振られた最初のセクタをアク、
セスして内部データ構造標識を獲得することによって、
その複数セクタ内に記憶された他のデータをアクセスす
る。データ制御構造はこの他にも幾つか考えられる。

第４図の説明のところで述べたが、レコードディレクト
リのエントリが割振り単位に関連するのではなくデータ
に関連するようにレコードまたはフィールドの幾つかを
削除することができる。そのような削除は、エンド１７
の欠如以外は、レコードディレクトリ２５に記録してお
く必要はない。

削除フィールド１４０は、対応する生成データが記録さ
才ｔた場合に何らかのデータがファイルまたはデータセ
ットから意図的て削除されたことを示すために、−回た
け使用することもできる。削除さＪまたばかりのデータ
の識別子はＩＤ１４１のところにある。削除されたとい
う情報はビット１４２にＡｔ）る。削除さｈたデータの
最新バージョンへノボインタは１４３のところにある。

ポインタ１４３はポインタ１２５と同じ構成である。削
除フィールド１４１）は、そのフィールドの削除の結果
生成されるレコードディレクトリ２５のエントリと共に
保存することができる。すなわち削除フィールド１４０
は後続のレコードディレクトリ２５の全エントリにつ（
・てまわる。

第６図はレコードディレクトリエントリの単一のボリュ
ーム七ッ′トの場合におけるルコードディレクトリエン
トリを表わしている。多重ボリュームセットが供給され
る場合は、逆ポインタ７９は、制御フラグ１２２で示す
ようなボリューム標識を含んでζ・でもよい。すなわち
、逆ポインタ７９はレコード媒体１４内における識別子
である。

所与のレコード媒体１４に対しレコードディレクトリの
エントリがレコードディレクトリ２５の最初のエントリ
であることを制御フラグ（図示せず）１２２が示せば、
そのデータセットマたはファイルはそうした複数のレコ
ード媒体に対して別の生成セットである。

第７図は本発明で使用可能な、ポストプロセッサ３０の
要求形式を示す図であるっこの要求形式は、第１バイト
ＣＭＩ）１５１がデータ記憶サブシステム１０で遂行す
べき機能を表わすコード順列を含むような、チャネルコ
マノドワードｃｃｗｉ５０の形式で示されている。ファ
イルまたはデータセットＩ）　Ｓ　Ｎ　Ａ　Ｍ　Ｅの識
別子はフィールド１５２に存在し、一方、ディレクトリ
インデックス７０、７１の識別子はフィールド１５３に
存在スル。

ディレクトリインデックス１５６はポストプロセッサ３
０の識別子を含むことができる。このポストフロセッサ
６ｏの識別子（またはポストブロセノザ内のプロセス）
を利用するとホストプロセッサ３０はデータ記憶サブ７
ステムにおける１反想制御かり能に７（る。データＩＤ
、１５５はアクセスナへきファイルまたばテータセソト
内のレコードヲ識別するためのものである（ただしこれ
はオプションである）。フィールド１５６はデータＩＤ
ｌ５５用の読取り／書込みコマンドまたは削除コマンド
（Ｒ／Ｗ／Ｄ）を含む。タイムスタンプ１５７もオプシ
ョンである。領域１５８は書込みの場合における伝送す
べきデータを表わす。領域１５８は付加的なサブコマン
ド１５５．１５６、および１５７を含むことができる。

ＣＣＷの領域１５８はホストプロセッサにおいて割り振
られた主メモリ（図示せず）の領域を指定するポインタ
を含む。このポインタは図示されたＣＣＷと共に使用さ
れる。ＣＭＤ１５１におけるコ々ンドの中にはサブコマ
ンド（または前述のコマンド修飾子）を必要としないも
のもある。要求形式はこれ以外にも幾つか考えられる。

第１図に示す実施例で遂行されるマシンの機能を第８図
に示す。ホストプロセッサ５０の吸水（工６９のところ
で受け取らｉする。ステソソ１７０でマイクロプロセッ
サ６１は、また記録されて（・ない、すなわちレコード
媒体１７１においてセクタを割り振られていない新しい
ファイルまたはデータセットがアクセスされるべきかど
うかを、その要求から、または、その要求のＤＳＮＡＭ
Ｅとディレクトリインデックス５０のＤＳＮＡＭＥとを
比較することによって、判断する。新しいファイルまた
はデータセットの場合は、マイクロプロセッサ５１はス
テップ１７２へ進み、レコードディレクトリ２５の新し
いエン゛トリを生成する。この例では、ＷＣ８３２内で
旧テイレクトリエントリ５２はブランクであるが、新デ
ィレクトリエントリ５６は新し℃・ＤＳＮＡＭＥ１５２
を含むことになる。その後、データを記録するための７
７７オペレーシヨンが遂行される。

受は取られた要求は、通常、ディレクトリインデックス
５０に記録されたＤ　Ｓ　ＮＡ　ＭＥのためのものであ
る。マイクロプロセッサ３１はＤＳＮＡＭＥ１５２と、
ディレクトリインデックス５０内のＤＳＮＡＭＥとが一
致したとわかるとステップ１７４に進んで、ＤＳＮＡＭ
Ｅ１５２を用いて間接的に、あるいは、要求の領域１５
８に在るトラックアドレスおよびセクタアドレスのよう
なアドレスから直接的に、現要求がレコード媒体１４を
アクセスするためのものであるかどうかを判断する。要
求内にそのトラックおよびセクタが示されれば、もちろ
ん、そのデータは非削除式記録を用いて既にレコード媒
体１４に記録されており、これは読取りコマンドを示す
。識別されたデータは、装置からホストマシンオペレー
ションへの通常〕読取リヲ用いて、ステップ１７５で取
り出される。

ＤＳＮＡＭＥ　ＩＤだけが使用されるときは、マイクロ
プロセッサ６１はステソゲ１７６で一致するＤＳＮＡＭ
Ｅをみつけるためにディレクトリインデックス５０を探
索する。一致がみつかったときは（そうでなし・ときは
エラー条件が示される）、マイクロプロセッサ３１はス
テップ１７７でレコード媒体１４をアクセスして、レコ
ードディレクトリ２５の最新のエン）　１１をＷＣ８５
２の旧テイレクトリエントリ５２に転送する。そうした
アクセスは第４図に関連して示されている。次のステッ
プ１７８でＷＯ２ろ２の領域５６に新ディレクトリエン
トリが生成される。たとえば処理中のマイクロプロセッ
サ３１において受け取られた要求形式が、この時点で、
どのレコードまたはどのセクタが変更されるのかを決め
る。データ終端の場所９７が決まると、変更すべきデー
タのティレフトリエントリを更新するために、トラック
およびセクタ情報を領域５３に入れることができる。読
取りコマンドの場合も同じプロシージャに従うが新ディ
レクトリエントリは生成されない。

マイクロプロセッサ６１はステップ１８１で要求が読取
りか書込みかを判断する。レコード媒体１４への書込み
オペレーションの場合は、マイクロプロセッサ６１はス
テップ１８５でデータ終端の場所９７をみつける。ステ
ップ１８６で、旧テイレクトリエントリ５２の内容を領
域５ろに転送することによって更新されたエントリが生
成される。

マイクロプロセッサろ１はステップ１８７で、ホストプ
ロセッサろＯの供給するデータが既に記録されたレコー
ドを変更するものであるのかまたは伺加されるもので、
ｌ；）るのかを判断する。マイクロプロセッサ６１はこ
の段階でレコード媒体１４へ送るべきデータに対し、デ
ータ終端の場所９７のところから、データ記憶領域７８
のセクタの適切な番号を割り振る。新たに割り振られた
データ記憶セクタはステップ１８８で領域５３に記憶さ
れる。これはレコードディレクトリ２５のエントリの更
新である。記録すべきデータが全て識別されたとすると
、マイクロプロセッサ６１はステップ１８９でティレフ
トリ終端９５をみつける。ステップ１９０では、領域５
乙の更新されたレコードディレクトリのエントリが、テ
ィレフトリ終端９５のところの、直前に記録されたレコ
ードディレクトリのエントリの隣りの１以上のセクタに
記録すれる。マイクロプロセッサろ１は次のステップ１
９１で、適切なディレクトリポインタ（ＤＩＲＰＴＲ）
７３を更新することによってテイレクトリインテソクス
５０を更新する。更新されたティレフトリエントリは領
域５２に記憶された旧テイレクトリエントリへのディレ
クトリポインタ（ＤＩＲＰＴＲ）７３に対応するトラッ
クおよびセクタを指定する逆ポインタを含む。ステップ
１９２でマイクロプロセッサ３１が、現にアクセスされ
たファイルまたはデータセットのためにもつと多くのレ
コードを更新しなければならないと判断したときは、ス
テップ１８５ないし１８８が繰り返される。全てのレコ
ーディングが完了すると、ステップ１８９な℃・し１９
１が遂行される。

ステップ１９１の後は、マイクロプロセッサ３１は論理
経路２０４を介して、レコーディングが成功のうちに終
結したことの報告のようなマシンオペレーションオヨヒ
ソの他のオペレーションに進む（これはデータ処理の分
野では周知の技術である）。

読取りオペレーションの場合（Ｒ／Ｗ＝Ｒ）、マイクロ
プロセッサ５１はステップ１８１からステップ２００へ
進み、アクセスすべきデータへのテータホインクが現に
旧ディレクトリエントリ５２に人って（・るかどうかを
判断する。これは一般に、マイクロプロセッサろ１がス
テップ２０１でヶ。ｘ　７　）　’Ｊ　ｉ、肖１］除、
オ４．６　ヶ　−２エ　７　、ＩＪ　１　４　０である
かどうかの判断を許される場合である。もしそうでない
ときは、要求されたデータは依然として活動ファイルの
一部である。マイクロプロセッサ６１はスタンプ２０２
で、受は取った要求が変更レベル標識すなわちタイムス
タンプ１５７を有するかどうかを判断する。変更レベル
標識がなければ、データの最新レベルがステップ２０３
でアクセスされる。受は取った要求の中に変更レベル標
識１５７があるときは、エントリの基準標識１ろ５がそ
の要求された変更レベル（すなわラタイムスタンプ）に
一致する場合にのみ、デーでかステップ２０３で取り出
される。ステップ２＾２において変更レベルミスの場合
、マイクロプロセッサ６１は論理経路１９５（保存デー
タライン）に従ってステップ２１０に進む。旧ディレク
トリエントリ５２に記憶されたレコードディレクトリ２
５のエントリに逆ポインタＲＰ７９があるかどうかが検
査される。逆ポインタがないときは、要求されたデータ
はそのレコード媒体１４内にはなく、マイクロプロセッ
サ３１はそのことをホストプロセッサ６０へ報告するた
めのマシンオペレーションに戻る。逆ポインタが存在す
るときは、多重レコード媒体の場合、マイクロプロセッ
サ６１はステップ２１１で変更レベルが同じレコード媒
体１４に記録されているかどうかを判断する。もしそう
でないときは、ステップ２１４で前のレコード媒体への
茜インタが要求をしたホストプロセッサ３０へ送られる
；マイクロプロセッサ５１は論理経路２０４を介して他
の７ノンオペレーシヨンに戻る。要求された変更レベル
のデータが同じレコード媒体１４に記録されるときは、
マイクロプロセッサ６１はスタンプ２１２で坑道ポイン
タで示される次のレコードディレクトリのエントリを取
り出す。こうして取り出されたレコードディレクトリの
エントリはステップ２１６でＷＣ，３３２０領域５２ｖ
ｃｇ己憶される。データがみつかるか、またはデータが
レコード媒体１４には記録されていなし・と判断される
までは、ステップ２００以下′同様にステップが遂行さ
れる。

本発明を実現するのに、これまで説明した制御パラメー
タおよび構造の全てを使用する必要はなし・。たとえば
逆ポインタ７９．８５、および９０はなしで済ますこと
もできる。そのような場合、受は取られた要求のＤＳＮ
ＡＭＥと、レコードティレフト９２５０個々のエントリ
のＤＳＮＡＭＥとが一致するかどうかをみるためにレコ
ードディレクトリ２５が走査される。一致がみつかると
、第４図および第８図で説明したように対応するデータ
領域をアクセスすることができる。ＤＳＮＡＭＥの重複
コピーはデータセットの更新されたバージョンである。

本発明のこうした実用的なアプローチは性能がそれ程重
要ではないようなローコストのシステムに有益である。

〔発明の効果」 以上説明したように、本発明によれば非削除性を有する
記録媒体に適応する簡単なデータ記憶管理の方法が提供
される。さらにこの方法は、非削除性を有する記録媒体
（１回しか書込みのでき〕、ｃい記録媒体）だけでな（
、再書込み可能な記録媒体など多種多様な記録媒体にも
適用することができる。したがって再書込み可能な記録
媒体においては更新および削除に関するコストが削減で
き、しかも、複雑な方法によらずにデータ変更の履歴を
残しておくことができる等の利点がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を利用することのできるティスフタイプ
のデータレコーダを簡略的に示す図、第２図は第１図に
示すデータレコーダのブロック図、第３図シまレコード
ディレクトリおよびデータの記録形式の他の実施例を示
す図、第４図は第１図に示すシステムにおいて使用可能
なアドレス指定構造を説明する図、第５図はレコード媒
体のアドレスマツプをボす図、第６図は自己保存式テ゛
イレクト□りのための拡張可能なティレフトリエン）　
ＩＩの例を示す図、第７図はレコード媒体をアクセスナ
”るための要求の形式を示す図、第８図は本発明を用い
るマシンオペレーションを示す流れ図である。 １４１人　インターナソヨナノいビジネス・マシー／ズ
・コーポレーション代理人　弁理士　頓　宮　孝　− （外１名） ２４−−一況葎領戒 ６２−一−チーター１ ６３−−−７−ター２ 才　３　回

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 第１のアドレスのところから始まるデータ記憶領域と、
   第２のアドレスのところから始まるデータ記憶領域と、
   て区切られた連続的アドレス空間を有するデータ記憶ユ
   ニットのためのデータ記録方法であって、 データレコードを受け取って、これを、前記第１のアド
   レスのところから始まって前記第２のアドレスのところ
   へ向かう方向で順次かつ連続的に前記データ記憶領域へ
   記憶するステップと、前記データレコードを前記データ
   記憶領域に記憶するたびごとに、該記憶されたチータレ
   コードの識別子と、該データレコードの記憶されたデー
   タ記憶領域を識別するアドレスポインタと、を有するレ
   コー　ドテイレクトリエントリを生成するステップと、 該レコードティレフトリエントリを、前記第２のアドレ
   スのところから始まって前記第１のアドレスのところへ
   向かう方向で、順次かつ連続的に前記データ記憶領域へ
   記憶するステップと、を有することを特徴とするデータ
   記録方法。