JPS6115243A - メモリ割当て方法 - 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、メモリを含む計算機ベース・システムに関し
、より詳細には、斯かるシステムのハードディスクメモ
リに於けるスは−スの割当て及びデータの圧縮に関する
。

発明の背景 大型小型を問わず、コン♂ユータシステムは全て、その
一部としてメモリを有している。このメモリは、静的及
び動的形式をとる。動的メモリの内容は、斯かるメモリ
への電力が遮断された時に失なわれる。静的メモリの内
容は、電力が遮断されても失われず、例えばＲＯＭ　（
読出し専用メモリ）、フロッピィディスケット磁気メモ
リ、大容量ハードディスク磁気メモリ、及びパズルメモ
リ等の様々な形を静的メモリはとる。ハードディスク磁
気メモリはファイル記憶のためにコン上０ユータシステ
ムに用いられることが多く、これらのファイルには通常
固定量の記憶スペースが割当てられている。当技術では
、他のファイルを追跡するメモリ中の管理ファイルがそ
れ自身を分析し、ハードディスクにもっと多くの遊休メ
モリスペースを割当て、必要に応じてそれを使用するよ
うな構成を必要とする。

先行技術に於ては、データを記憶するための与えられた
量のメモリスペースがファイルに割当てられるのが一般
的であり、そのメモリスペース量は、融通性がないため
、たとえ全てのスＲ−スが必要でなくても、残りのスば
一スが浪費されてしまう。従って、この融通性のないメ
モリスペースに記憶されている２進情報を圧縮する実質
的な必要性は何ら存在しない。従って、当技術に於ては
、ディスクに記憶され得るデータの量を最大にするため
に、ハート９デイスクメモリに記憶されているデータな
圧縮する技術が必要である。

発明の概要 本発明の教示によると、次のようなハードディスクメモ
リファイル管理システムが開示されている。即ち、当技
術に於て公知の多くのファイル管理機能を実行し、更に
ディスクファイル管理システムによって用いられる管理
ファイルの範囲即ちサイズを、それが満たされ更に多く
のメモリスＲ−スを必要とする時に拡張可能とし、また
ディスクファイル管理システムファイルに記憶されてい
るデータを圧縮して、これにより記憶され得る情報量を
最大にするハートゝディスクメモリファイル管理システ
ムである。この新規な自己拡張ファイル機能を実行する
ために、ディスクファイル管理システムは、各ファイル
に対して現在とられているメモリの合計量の記録を保持
し、各ファイルに対しＣ取っておかれている未使用の即
ち空いているメモリの量の記録を保持し、自己拡張によ
って自動的にディスクファイル管理システムファイルに
加えられるべき遊休ハードディスクメモリの量を示す数
を保存し、如何なるファイルにもまだ割当てられていな
いハードディスクメモリ上の使用可能な即ち空いている
スば一スの記録を保持する。

ファイル管理システムファイルが−ばいに近づくと、そ
のファイルに対して拡張されるべき旨の要求が発生する
。次に、このファイル管理システムはディスク上の使用
可能な即ち空いているメモリの所定量を突き止め且つこ
れを管理システムファイルに割当てる。この後、管理シ
ステムファイルのサイズ、そのファイルに於ける遊休即
ち空きメモリの量、及びディスク上の割当てられていな
いメモリの量に関して保存された情報が管理システムフ
ァイルへのディスクメモリスペースの追加を反映するた
めに、自動的に更新される。管理システムファイルが再
び−ばいになると、この新規の自己拡張ファイル機能は
繰返される。

これらの諸ファイルに記憶されるべきデータは、記憶さ
れる前に、３２ビツトｚ進数の形をとる特定の数を２進
化情報即ちデータから減算することによって圧縮される
。これにより、記憶されるべき２進数の２進ビツトの数
は対応して減少する。

圧縮を解くことによって元の情報即ちデータを再構成す
ることができるようにするために、保存されている圧縮
された数の２ビツトが２進数の形をとる元の情報即ちデ
ータから減算された数を示す。

これは、この時点で、減算された数を圧縮された数に加
え、これにより圧縮されない数を復元するためである。

これらの２ビツトはまた、この数の圧縮されたサイズの
合計を示す。

第８図には、大量のデータ及びファイルを記憶するため
の大容量記憶手段として・・−ドディスクメモリ８６を
含む現行技術の処理装置システムのブロック図が示され
ている。このシステムは、複数のキーボード付ビデオ端
末装置８１及び８２を含んでいる。これらのビデオ端末
装置は、データ及び指令を処理装置に入力し且つ処理の
結果であるあるいはシステムのメモリ８５あるいは８６
に記憶されているデータを視覚的に表示するための入力
／出力デバイスとして用いられる。この処理装置はまた
、中央処理装置８３を含んでおり、この中央処理装置８
３には、ノミス８４を経由して端末装置８１及び８２が
当技術において公知の方法でもって接続されている。こ
れらの端末装置はまた、内蔵プロセッサを有している。

この内蔵プロセッサは図示されてはいないが、表示技術
に於ては公知である。中にオＲレーティング・システム
及び応用プログラムが記憶されており且つプロセッサ８
３によってバッファ記憶装置として用いられるメモリ８
５が配設されている。ハードディスクメモリ８６も配設
されており、このメモリは、データ等のファイルの記憶
に用いられる大容量記憶デバイスである。バーｌ−９デ
イスク８６は、ディスクファイル管理システムの制御下
でプロセッサ８３によって作動され、端末装置８１及び
８２を利用している処理装置のユーザの要求に応じて情
報を記憶したり検索する。当技術に於てよく知られてい
るようにデータをフロッピィディスクから読み出したり
フロッピィディスクに書き込んだりするためにフロッピ
ィディスクユニット８７も配設されている。フロッピィ
ディスクは当技術に於てよく知られているようにプログ
ラム及びデータの代替のメモリ記憶装置として利用され
ている。

端末装置８１及び８２の一方に於けるユーザの要求に応
じて、ビデオ表示装置１０に表示されている表示のハー
トゝコピー出力あるいはノ・−トゞディスクメモリ８６
のファイルからのノ・−トゝコピー出力を得るためにプ
リンタ８９を配設されている。第８図に示されているこ
の処理装置はまた、このシステムを他のシステム及び記
憶手段と通信せしめデータを転送し且つ当技術では公知
の他の機能を実行する通信インターフェース８９を有し
ている。

上記の、・クラグラフに全体的に述べた型式の処理装置
は、［管理通信端末システム］として登録されている米
国特許出願第４４Ｑ［６８号に記載されている。この特
許出願は、本明細書に参考として引用されている。本発
明を用いることのできるディスクファイル管理システム
が、本発明の詳細な説明と共に以下に述べられている。

ディスクファイル管理システムが必要とされるのは、当
技術に於てよく理解されているように）・−ドディスク
メモリ８６に情報を記憶し且つこのメモリから情報を検
索することに関する監視機能を実行するためである。メ
モリの諸部分を特定のシステムユーザに割当てること、
どんなデータがディスクのどこに記憶されているかとい
うことについてのインデックスを保持すること、及びデ
ィスクから情報を読み出し且つディスクに情報を書き込
むこと等の機能はディスクオ投レーティングシステムに
よって実行される機能の例である。しかしながら、ユー
ザがそれらに割当てられたメモリの量を満たすと５割当
てられたメモリの量を拡張することはかなり困難になる
。先行技術に於ける代替手段は、特定のシステムユーザ
にメモリの量を割当てて、このメモリを先着順に使わせ
ることではない。このことは、ユーザを１つのディスク
のファイルにまとめ且つ／又はそのディスクの与えられ
た領域にまとめたい場合は問題を生ずる。

ファイルが与えられたディスクに且つ多くのディスクに
わたって広がれば広がる程、検索時間は許容不可能なレ
ベル迄増大する可能性がある。従って、特定のユーザに
割当てられたノ・−ドディスクメモリの諸部分を有する
ことが好都合であり、前に割当てられた量のハート９デ
イスクメモリが−ばいになろうとしている時に容易に増
大する量の割当てられたメモリを有することが切に望ま
れる。

ハードディスクメモリを含む任意のメモリに記憶され得
る情報即ちデータの量を最大にするために、記憶する前
にデータに対してデータ圧縮技術を用いることが好まし
い。当技術では多くのデータ圧縮技術が公知であり用い
られており、これらの技術はいろいろな利点及び欠点な
有しているが、それらは全て斯かる技術を選択する上で
相殺されてしまうにちがいない。１つの技術を用いてデ
ータを圧縮し、次に別の技術を用いてこのデータを更に
圧縮するために再処理することは、あるとしても、非常
に少ない。本明細書ではそれ自身良好なデータ圧縮を行
うディスクファイル管理システムファイルに記憶するた
めのデータ圧縮方法が教示されているが、このファイル
からの圧縮データ出力は、他の技術を用いて更に圧縮し
、より高いデータ圧縮を達成することができる。

ハードディスクメモリ８６に記憶された２進情報即ち２
進データは、階層木構造フォーマットに記憶されている
。斯かる形の記憶様式の場合、情報を記憶するのに固定
されｆこ量のメモリ即ちメモリのブロックが用いられる
。そして、情報を記憶するのに必要な多数のブロックが
用いられる。例えばあるドキュメントを表わし得る１組
の２進情報を記憶している複数のブロックは１本の電気
的連糸のビードのように全て互いに関連して結び合って
いる。これは、１つのブロックがアクセスされた時に、
論理的なブロック数の直前且つ直後のブロックを含み、
これにより直前のブロック及び直後のブロックもまたア
クセスされるようにするためである。この論理的なブロ
ック数とは、上のパラグラフに簡単に述べられた且つ本
明細書に更に詳細に述べられる後続のブロックの２進情
報のためのアドレスがそれから得られるメモリ中の位置
の論理的数である。ヘッダを含む２進言語の各グループ
は、ハート９デイスクメモリ８６の５１２バイトブロツ
クのメモリに記憶される。ノ・−トゝディスクメモリ８
６の各ファイルはまた、このファイルに関する管理情報
を記憶するための多数の５１２バイトブロツクのメモリ
を用いている。この管理情報は、とりわけ、ディスクメ
モリ中の関連トゞキュメント及び論理アトゝレスの識別
を示している。

ハードディスクメモリ８６に記憶されるべきト８キュメ
ントを表わしている２進情報は、それぞれが１６１固の
２進ビツトからなる５１２１固の２進語ノ多数のグルー
プに分解される。斯かる１６ビツト２進語のグループの
各々は、ドキュメントを表わす２進法情報のための識別
タグの１つの形であるヘッダと結合し、これによりでき
るだけ５１２バイトニ近い複合グループのデータを構成
する。

このヘッダはまた、メモリの隣接ブロックの論理アトゝ
レスを含んでいる。このシステムはまた、ファイルに関
する管理情報を記憶するために多数の５１２ブロツクの
メモリを用いている。この管理情報は、関連ドキュメン
トと及びこの情報のための第１ノロツクのデータが記憶
されているディスクメモリ中の論理アドレスの識別を示
している。

更に、ハードディスクメモリに関する他の２進情報を記
憶するために他のブロックのメモリがこのディスクファ
イル管理システムによって用いられる。他の２進情報と
は、例えば、各ファイルのうちどの位のメモリが用いら
れたかということ、各特定のファイル中のどの位のメモ
リがまだ記憶するために用いられるかということ、本発
明の教示に従ってＶＴＯＣファイルが自己拡張する時に
このＶＴＯＣファイルに加えられるべきハードディスク
の使用していないメモリの増分量、及び任意のファイル
に割当てられていないディスクメモリスペースの量及び
論理アドレス等である。

スパース配列ビットマツプ使用データベースの名称を有
する米国特許出願第４９Ｑ８１４号が本明細書に参考と
して引用されており、この特許出願は、データベース組
織に用いられる木構造を教示している。

第１図に示されるように、メモリの各ブロックは、ヘッ
ダ２０を有し且つインデックスを記憶する目的のために
用いられる場合は、インデックスブロック３０、あるい
はデータを記憶する目的のために用いられる場合は、デ
ータブロック４ｏのどちらかを含むために包括的に構成
されている。

ヘッダ２０の組織の詳細については、第２図に示されて
おり、以下に述べられる。インデックスブロック３０の
詳細については第３図に述べられており、以下に説明さ
れる。データブロック４ｏの詳細については第４図に示
されており、以下に説明される。

第２図には、ヘッダ２０内の２進データの組織が示され
ている。第２図に示されるように、ヘッダ２０は、本明
細書に於て以下ブロックセグメントと呼ばれるブロック
状に配置されている４つの基本成分を有している。これ
らのブロックセグメントはまた、当業者によってフィー
ルドゝと呼ばれることもある。これらのブロックセグメ
ントは、情報がブロックのメモリに記憶されている組織
即ち順序を表わしている。ブロックセグメント２１は２
バイト即ち全部で１６個の２進ビットヲ含んでおり、こ
のブロックセグメント２１は関連メイトブロックのメモ
リに記憶されている８ビツトバイトの数を示す２進数を
記憶するのに用いられる。

これは本質的に、このシステムにこのブロックがどの位
−ばいになっているかを示している。これは、このシス
テムがブロックの空のバイト中のゼロを読み出して２進
語な有する情報と解釈しないようにするためである。全
てのゼロがブロックセグメント２１に記憶されると、デ
ィスクファイル管理システムに、このブロックはその中
に何も記憶していない「空いて」いるブロックであるこ
とを示す。インデックス又はデータ情報を表わす２進情
報の後続の記憶のために１つの「空き」ブロックが用い
られる。ブロックセグメント２１に記憶されているこの
２つの８ビツト２進語がそこに記憶されている全てのゼ
ロ以外のものを有する時は、このシステムは、このブロ
ックがインデックス又はデータ情報の記憶のために用い
られていることを知り、この場合は、このブロックに記
憶されているメイド数以外のその中に記憶された２進数
からの情報を得る。上に述べた目的のために最高順位ビ
ットの１６ビツトが用いられる。この最高順位のビット
がゼロである時は、システムは、このビットが読み出さ
れるメモリのブロックがインデックスブロックであるこ
とを知る。同様にして、この最高順位のビットが１であ
る場合、システムは、このビットが読み出されるメモリ
のブロックがデータブロックであることを知る。

ブロックセグメント２２はまた、２つのバイト、即ち全
部で１６閏の２進ビットヲ含んでおり、このブロックセ
グメント２２は、このヘッダが記憶されているメモリブ
ロックの論理ブロック数を示す２つの８ビツト２進数な
記憶するのに用いられる。この論理ブロック数はディス
クメモリ８６に於ける論理アドレスであシ、この論理ブ
ロック数はメモリ中のブロックを突き止めるのに用いら
れる。次のブロックセグメント２３は、２つの８ビツト
バイト、即ち全部で１６個の２進ビツトを含んでおり、
このセグメント２３は、メモリ木構造に於て同一レベル
にあるブロックのメモリの論理ブロック数な示す２進数
を記憶するのに用いられる。ヘッダ２０中の最終のブロ
ックセグメントは、これもまた２つのバイト、即ち全部
で１６個の２進ビツトを含むブロック２４であり、この
ブロック２４は、関連メモリ木構造に於て同一し４ルに
あるメモリの前のブロックの論理ブロック数を示ｊ２進
数を記憶するのに用いられ、る。ヘッダが取り付けられ
七いるメモリ８６のブロックが同一レベルにある第１ブ
ロツクである場合、ブロックセグメント２４には全ての
ゼロが記憶されている。

そうでない場合は、同一レベルにあるメモリの先行する
ブロックの論理アドレスである２進数がそこに記憶され
る。メモリ８６に於けるデータの記憶に関する木構造に
於ける「レイル」の概念は、第７図の説明によって更に
理解される。今述べたヘッダ２０は、ハート９デイスク
メモリ８６に於けるメモリのブロックに記憶される２進
語のグループに構成するためにインデックス情報又はデ
ータ情報の前端に予め固定される。

第３図には、４つのブロックセグメントからなるインデ
ックスブロック３０が示されている。プロックセグメン
）３１．３２及び３３は、１つ以上のブロックのメモリ
に記憶されるドキュメントの識別を記憶するのに用いら
れる。しかし、この識別は圧縮された状態で記憶される
。ブロックセグメント３１は、共通キー長と呼ばれ、ブ
ロックセグメント３２は、非共通キー長と呼ばれる。多
数のドキュメントが記憶されているファイル中には、イ
ンデックスヘッダが英数字の順序で記憶されている。例
えば、「ワン）”　（ＷＡＮＤ）　Ｊと呼ばれるドキュ
メントが既にノ＼−ドディスクメモリ８６の与えられた
ツギイルに記憶されており、このシステムは、「ソング
（ＷＡＮＧ）Ｊと呼ばれる別のトゝキュメントを同一の
ファイルに記憶しようとしていると仮定しよう。これら
の２つのドキュメントの各々の記憶は、インデックスヘ
ッダ２０をブロック３０と共に且つデータヘッダ２０を
データブロック４０と共に記憶するだめの多数のメモリ
ブロックを必要とする。ディスクファイル管理システム
は先ず、記憶されるべき新しいドキュメントの名称「ソ
ング」を見て次にこの「ワンド」ドキュメントのための
インデックスヘッダ及びブロックを突き止める。このシ
ステムは、最初の３つの数字ＷＡＮがこれらの２つのド
キュメントの間では共通であることを決定する。従って
、この「ソング」　ドキュメントに対するブロックセグ
メント３１は、先行する「ワンド」ファイルと共通する
３つの文字ｊ”ＷＡＮＪ　ｆ示す３の共通キー長をそこ
に記憶している。非共通キー長と呼ばれるインデックス
ブロック３０のブロックセグメント３２には、［ワンド
’Ｊ　　）ｅ−Ｖユメントと「ソング」ドキュメントの
間には１つの英数字文字だけが異なっていることな示す
２進数１が記憶されている。次に、この１つの非共通文
字ｒＧＪに対する２進法表示がブロックセグメント３３
に記憶される。この様にして、ドキュメントの名称「ソ
ング」が圧縮された状態で記憶され、従って、このシス
テムはメモリ８６中のト８キュメン）Ｙ突き止めること
ができる。

同一キー（「ソング」）から始まる次の低いレベルのブ
ロックの論理ブロック数を示す。メモリ８６に於けるデ
ータの記憶に関する木構造に於ける「レベル」の概念は
、第７図の説明によってよりよく理解されよう。

第４図には、５１１１ｉ１のブロックセグメント４１乃
至４５からなるデータブロック４０が示されている。ブ
ロックセグメント４１．４２及び４３は、１つ以上のブ
ロックのメモリに記憶されるトゝキュメントの識別を記
憶するのに用いられる。しかし、この識別は圧縮された
状態で記憶される。ブロックセグメント４１は、共通キ
ー長と呼ばれ、ブロックセグメント４２は非共通キー長
と呼ばれ、ブロックセグメント４３は、非共通キー値と
呼ばれる。これらのブロックセグメントは、上のインデ
ックスブロック３０の所で述べたブロックセグメントと
同等であるため、ここでは改めて述べることはしない。

データ長と呼ばれるブロックセグメント４４には、この
特定のデータブロック４０に記憶されているドキュメン
トの１部あるいは全てを表わしているデータの２進語の
数を示！２進数が記憶されている。ブロックセグメント
４５には、２進形式でドキュメントの全て又は１部分を
表わしている実際のデータが記憶されている。以下に更
に詳しく述べる理由によって、ブロックセグメント４５
に記憶されている２進情報は基本的に二重に記憶されて
いる。即ち、データがディスクメモリから読み出されて
編集される時は、ブロックセグメント４５の半分から読
み出されて、次に編集され１次にブロックセグメント４
５の他の半分に戻されて記憶される。データが読み出さ
れて例えば編集される毎に、このデータが読み出される
ブロックセグメント４５の半分は交代する。斯くして、
このデータの直前のデータはデータの損失に備えて節約
され、これによりデータの全損失が防止される。前に述
べたように、メモリの１つのブロックに於ける全ての８
ビツトバイトは満たされない。これが、データブロック
４ｏの前端に付けられているヘッダ２０のブロックセグ
メント２１に２進数、即ち１ブロツク中の使用バイトの
数８を記憶することの目的である。

このディスクファイル管理システムはまた、ディスク上
の全てのメモリブロックを追跡してそれらがファイルに
割当てられているか否か及びそれらがインデックス、デ
ータブロックあるいは空きブロックであるかを記憶する
という管理タスクを有している。更に、ディスク上の各
ファイルに関する管理情報も記載される。これらの管理
機能はそれ自身のＶＴＯＣ（Ｖｏｌｕｍｅ　Ｔａｂｌｅ
　ｏｆ　Ｃｏｎｆｅｎｔｓ）ファイルを用いるディスク
ファイル管理システムによって達成される。第５図、第
６図及び第７図は、このＶＴＯＣファイルの組織な示し
ており、これらの図面は以下に詳しく説明される。

ディスクファイル管理システムに於て、　ＶＴＯＣファ
イルは前に述べた管理機能を達成する上で用いられるメ
モリの多数のブロックである。これらのブロックはイン
デックス、データあるいはフリディブロック（ｂｕｄｄ
ｙ　ｂ’１ｏｃｈ）構成に全て組織される。このバデイ
プロック構成の場合、１つのインデックスブロックある
いはメモリブロックの内容は本質的に二重にされ、隣接
のメモリブロックに記憶される。ＶＴＯＣファイル中の
バブイブロックのメモリがアクセスされると、記憶され
た情報即ちデータはこのバブイブロックの最初の５１２
バイト部分から読み出され、編集等の処理をされ、修正
された新しい情報即ちデータは次にメモリ中の同一の／
ζグイブロック対の第２の５１２ノ２イトブロック部分
に記憶される。この時点に於て、前の情報即ちデータは
、このバブイブロック対の最初のブロック部分にあり、
新しい情報即ちデータはこのバブイブロック対の第２の
ブロック部分にある。情報即ちデータが読み出されて編
集あるいは更新される次の時点では、この情報即ちデー
タはこのバブイブロック対の第２の部分から読み出され
、更新された後、このバブイブロック対の最初の部分に
記憶される。どの時点に於てもシステムがクラッシュし
且つ読み出されているあるいは読み出されて来たデータ
が損失を得けるかあるいは破壊される場合、少なくとも
前の情報即ちデータは依然として存在する。

データブロックを用いてＶＴＯＣフチイルに記憶される
管理データ・レコードには５つの型がある。

それらは、１　使用可能インデックス・レコード、２　
空きエクステント・レコード８．３　　使用されたエク
ステントデータ・レコードゝ、４　連鎖レコード９、及
び５　属性データ・レコードである。これらのデータ・
レコードは各々、これらのブロックが読み出される時に
ディスクファイル管理システムに上に挙げられた型のブ
ロックを示す識別子をデータブロックに記憶している。

前に述べたように、ＶＴＯＣファイルを含むハート９デ
イスクメモリ上の全てのファイルは、このファイルに！
−タ／情報を記憶するのに用いられる割当てられた５１
２ノくイトブロックのメモリ含有しており、各ファイル
中の割当てられたメモリの空いている即ち未使用のブロ
ックのリストが、データ即ち情報をファイルに記憶する
のに必要になる時に、この割当てられたメモリのブロッ
クを選択し且つ突き止める目的のために維持される。

ＶＴＯＣに割当てられた空いている即ち未使用メモリブ
ロックのリストは以下に詳細に述べられるデータブロッ
クインデックス６０ａ、６０ｂに維持される。ＶＴＯＣ
ファイル以外のものに割当てられたブロックのメモリに
対しては、記録は以下により詳細に述べられる使用され
たエクステントデータ・レコード９に維持される。

ＶＴＯＣファイル中の１つのブロックのメモリが使用可
能インデックスレコードであることをこのシステムが知
るためには、使用可能インデックス・レコードゝのデー
タブロック４０のブロックセグメント４１．４２及び４
３に記憶されている「キーｊは次のように編成される。

この「キー」は値Ｘ杉１であり、この後に開始インデッ
クス番号が続く。

このＸ６１　は、このブロックがＶＴＯＣファイル中で
得られるインデックス・レコードであることをこのシス
テムに示し、これに対して、開始インデックス番号は、
ファイル管理システムにファイル識別名に割当てられ得
る範囲の数の初めを示す。

即ち、１つのファイルのＡＳＣＩＩ識別名にはＶＴＯＣ
ファイルシステムに用いられた数値識別名が割当てられ
る。

ファイル管理システムはまた。　ＶＴＯＣファイルを含
む如何なるファイルにも割当てられなかった空いている
即ち未割当ブロックを追跡する。これは、ディスクファ
イル管理システムが空いているを要求する如何なるファ
イルにも割当てることができるようにするように行なわ
れる。この空きメモリブロック即ち未割当メモリブロッ
ク情報は、空きエクステント・レコー〜ドを用いてＶＴ
ＯＣファイル中に維持される。実際のオはレーションの
・場合は、この空いている即ち未使用ブロックのメモリ
Ｖｉ隣接ブロックの可変サイズ・グループ中のメモリに
位置する。隣接メモリブロックの斯かるグループの各々
には空きエクステント・レコードが用いられる。ＶＴＯ
Ｃファイル中のメモリの１ブロツクカ空キエクステント
・レコードであることをこのシステムが知るためには、
データブロック４０のブロックセグメント４１．４２及
び４３に記憶されている「キー」は次のように編成され
る。

この「キー」は、値ＸＯ２であり、開始ブロック番号が
後に続く。このＸＯ２は、このゾロツクが空きエクステ
ント・レコードであることをこのシステムに示し、これ
に対し、この開始ブロック番号は、この空きエクステン
ト・レコードが関連スる隣接メモリブロックの範囲に於
けるメモリの最初のブロックのメモリ中の論理アドレス
をファイル管理システムに示す。このＸＯ２型「キーＪ
Ｋ於ける開始ブロック番号は、ブロックセグメント４１
．４２及び４３の所で前に述べたように更に圧縮される
前に初期的に圧縮され得る。ＸＯ２型空キエクステント
・レコードゞのデータブロック４００ゾロツクセグメン
ト４４にはある数が記憶されており、この数の値は、同
一のデータブロックのブロックセグメント４５に記憶さ
れているデータの量をシステムに示す。このブロック数
は、このデータブロックのブロックセグメント４５に記
憶されている数であシ、この数は、この「キーｊに於て
識別された空きブロックの範囲即ちエクステントに於け
る最初の空きメモリブロックの論理アト９レスに続くメ
モリブロックの範囲に於けるメモリの空きブロックの数
をこのシステムに示す。

このようにして、空きエクステント・レコード８によっ
て識別されたブロックの範囲即ちエクステントに於ける
メモリの最後の使用可能ブロックが決。

定可能である。インデックス・レコード９に於て識別さ
れたメモリの幾つかが使用されるために選択された後デ
ータブロックセグメント４５に記憶されている数はこの
空きエクステント・レコード８によって網羅される残り
の空いているメモリのみを反映するように変化する。ブ
ロックセグメント４５に於ける使用可能数もまた圧縮さ
れ得る。

使用されたエクステントデータ・レコードゝは、ハード
ディスクメモリに於て論理的に互いに隣接している且つ
ＶＴＯＣファイルを除くこのディスク上の任意のファイ
ルに於けるメモリブロックとして実際に用いられている
メモリブロックのエクステント即ち範囲に関する情報を
記憶するのに用いられる。この型の記録に対する「キー
」は、値ＸＯ３であり、この後にファイル識別及びエク
ステント識別が続く。このＸＯ３は、　ＶＴＯＣファイ
ルを含むこのディスク−トの任意のファイルに於けるイ
ンデックス即ちデータブロックとして実際に用いられて
いるメモリブロックのエクステント即ち範囲に関する情
報を記憶するためにこのブロノファイル識別は、このフ
ァイルを識別する数りち、このファイルのメモリブロッ
クの範囲は識別されたファイルと関連しており、使用可
能インデックス・レコードから得られ、連鎖レコードに
記憶される。エクステント識別もまた、識別されたファ
イル内のメモリブロックの範囲即ちエクステントの１つ
の数をこのシステムに示す数である。即ち、各ファイル
に於けるメモリブロックの各範囲即ちエクステントは、
エクステント識別である別々の数を有している。１つの
ファイル中に５つの範囲即ちエクステントがある場合、
そのファイルに対しては５つの使用されたエクステント
データ・レコードがあり、その各々は「キー」のエクス
テント識別部に記憶された数１乃至５な有している。

任意のファイル中の隣接するメモリゾロツクの範囲即ち
エクステントの合計の数は、本明細書に於て更に述べら
れるようにこの管理レコードのどこか他に記憶される。

このＸＯ３記録「キー」に於けるファイル識別及びエク
ステント識別は、ブロックセグメント４１．４２及び４
３の所で前に述べたように更に圧縮される前に、初期的
に圧縮され得る。１つの使用されたエクステント・レコ
ードのデータブロック４０のブロックセグメント４４に
記憶された数は、開始ブロック、及びブロック数を記憶
するブロックセグメント４５に記憶されている情報の量
を示す。この開始ブロックは、この使用されたエクステ
ント・レコードゞに関連するメモリブロックの範囲即ち
エクステントに於ける最初の使用ブロックのメモリの論
理アトゞレスをこのシステムに示す数であり、このブロ
ック数は、このシステムがこの範囲に於ける全てのブロ
ックの論理アドレスを決定できるようにするために、こ
のメモリに於て互いに隣接しているブロックの範囲即ち
エクステントに於けるメモリブロックの数を示す数であ
る。今述べた開始ブロック及びゾロツク数も１だ本明細
書に教示されるように圧縮され得る。

連鎖レコードは、データブロックに記憶される第４の型
のレコードであり、このレコードは、ファイル名、ライ
ブラリ記録に関する識別情報及びファイル名、ライブラ
リ記録に関する連鎖情報を記憶するのに用いられる。即
ち、上記の各々のＡＳＣＩＩ名と識別数の間には対応が
あり、この数がファイル、ライブラリ及びドキュメント
を識別するために全てのＶＴＯＣ記録にわたって１吏用
される。ファイル又はライブラリあたりこれらの連鎖レ
コードが１つ存在する。この型の記録に対するキーは、
ＸＯ４であり、この後にノード識別及びノード名が続く
。この値ＸＯ４は、それが連鎖レコードゞであることを
このシステムに示している。

ノード識別は、記憶されたドキュメントがその一部であ
るライブラリを識別する数である。１・゛キュメントが
ライブラリに記憶されていない場合、ゼ口がここに入る
。このＸＯ４記録「キー」に於けるノート″識別は、ブ
ロックセグメント４１．４２及び４３の所で前に述べた
ように更に圧縮される前に、初期的に圧縮され得る。ノ
ード名は、この連鎖レコードが関連するファイル、ライ
ブラリ又はドキュメントのＡＳＣＩＩ名である。

前に述べたように、このデータブロックのブロックセグ
メント４４には、同一ブロックのブロックセグメント４
５に記憶されているデータの長さを示すデータ・レンダ
ス数が記憶されている。ブロックセグメント４５に記憶
されているデータ自身は、１つの数を上記のＡＳＣＩＩ
識別に等しくするのに用いられる。ブロックセグメント
４５に記憶されているデータは、１つのプレフィックス
（接頭部）であり、この後に、ディレクトリ識別あるい
はファイル識別が続く。

このプレフィックスは、この連鎖レコード９がライブラ
リに割当てられている場合はＸＯＯであり、連鎖レコー
ドがファイルに割当てられている場合はＸＯＩである。

このｘＯＯあるいはＸＯＩのどちらかの後には、上記の
ようにこのシステムによってＡＳＣＩＩ名称に等しくさ
れる割当てられた数が続く。現時点に於てこのライブラ
リあるいはファイルをディスクファイル管理システムに
対して識別する割当て数は、属性又は範囲／エクステン
ト記録に連鎖するのに用いられ、且つ次のレベルのエレ
メントの位置を突き止めるのに用いられる。この記録に
は後方の連鎖は何も記憶されておらず、後方連鎖は、必
要に応じてシステムによって引き出される。この識別数
は、使用可能インデックス・レコードから割当てられる
。データブロック中のディレクトリ識別及びファイル識
別もまた圧縮され得る。

第５の型のデータ・レコード９は、属性データ・レコー
ドであり、このデータ・レコード９はデータブロックの
キ一部に於て識別されるファイル又はライブラリの属性
情報を記憶するのに用いられる。

ファイル、ライブラリ及びドキュメントに関する管理情
報、例えば、ファイルの作成者の識別、保護のクラス、
作成された日陰、修正された日陰、ファイルに於て用い
られるメモリブロックの数、及びファイルに於ける使用
可能メモリブロックの数は、この型のデータ・レコード
ブロックに記憶される。この型のデータレコードのキー
には５値ＸＯ５があシ、この後にはディレクトリ識別あ
るいはファイル識別のどちらかが続き、次に属性識別が
続く。このディレクトリ識別は、前に述べた連鎖レコー
ドに於ける同一名のフィールドに割当てられ且つ入力さ
れたものと同一の数であるブイレフ）　ＩＪ識別数ある
いは、前に述べた連鎖レコードに於ける同一名のフィー
ルド５に割当てられ且つ入力された同一数のファイル識
別数からなる。このＸＱ５キーに於て、ディレクトリ識
別あるいはファイル識別及び属性識別は、前もって圧縮
され、次にブロックセグメント４１．４２及び４３の所
で前に述べたように圧縮される状態で更に圧縮され得る
。ブロックセグメント４４に記憶されているデータ長は
データブロックのブロックセグメント４５に記憶されて
いるデータの長さである。ブロックセグメント４５には
、この属性データ・レコードが関連するファイル、ライ
ブラリィあるいはドキュメントに関する、上記及びその
他の属性を識別する数である属性値が記憶されている。

この属性値情報も本明細書に教示されるように圧縮可能
である。

第５図には、本明細書において前記したバデイ・ブロッ
ク対のオペレーションを示す制御ブロック５０が示され
ている。前に述べたように、ノーディ・ブロックを用い
ると、ディスクファイル管理シス及び５５は５バデイ・
グロックとして用いられ、従って、ブロック６０ａ及び
６０ｂ、５３ａ及び５３１＋、５４ａ及び５４ｂ並びに
５５ａ及び５５ｂとして示されている。このノ２ディグ
ロック構成の場合、１つのメモリブロックの内容は、完
全に複写されており、別のメモリブロックに記憶されて
いる。第５図のバブイブロック５４及び５５の間の破線
は、ディスクファイル管理システムの要求に応じて、多
数のバブイブロック１乃至ｎが存在することを表わして
いる。使用され得るバブイブロックの正確な数は、ブロ
ックセグメント５１に記憶されるバグイブロックマツプ
内のビットの数によって制限されるだけである。このバ
グイブロックマツプは次のパラグラフに述べられる。バ
ブイブロック５３．５４及び５５として用いられるメモ
リのブロックは、必ずしもハードディスクメモリ８６に
於て互いに隣接して記憶されず、且つ、ブロックセグメ
ント５１及び５２に用いられるメモリのブロックに隣接
して記憶される必要はない。

ブロックセグメント５１乃至５５並びに６０は、ハード
ディスクメモリ８６上のどこにあってもよい。更に、全
てのバブイブロックは、データ記憶に現在用いられてい
ないデータブロック、インデックスブロックあるいは空
きブロックであり得る。

全ての７２デイブロツクは、制御ブロック５０によって
表わされるように論理的にのみ関連している。

ブロックセグメント５１は、メモリの５１２バイトのブ
ロックであって、ＶＴＯＣファイルに管理情報を記憶す
るバブイブロックとしてディスクファイル管理システム
によって用いられるメモリの各ブロックに対する１つの
２進ビツトを含むバグイブロックマツプとして用いられ
る。バブイブロック対の最初のブロックである、メモリ
の１つのブロックが最近書き込まれた部分である時は、
このブロックマツプに於ける関連ビットは、「１」をそ
の中に書き込んでいる。ここで銘記されるように、バブ
イブロックは１グループとして更新され、このバグイブ
ロックマツプ自体は、一連の記録更新の後にのみ更新さ
れる。１つのバブイブロック対の第２ブロツクが最近書
き込まれた部分である時は、このバグイブロックマツプ
に於ける関連ビットは「０」をその中に書き込んでいる
。バブイブロックを読み出す前に、ディスクファイル管
理システムは最初にブロックセグメント５１に於けるバ
グイブロックマツプを調査し、このバブイブロック対の
どのブロックが最新の形の記憶データを有しているかを
決定し、次にこの最新データを読み出す。読み出された
データが編集されあるいは他の処理を施された後、この
データは上記のようにこのパブイブロック対の他のブロ
ックに戻って復元する。このバグイブロックマツプは、
更新され、前のゼロは１に変化する。あるいはその逆も
同じである。このようにして、このシステムは常に、１
つのバブイブロック対のどの部分が読み出されるべき最
新の材料を有しているかを知る。システムクラッシュが
ある場合は、データの完全な損失はない。管理データの
任意のデータの前の形は常に、バブイブロック対の１ブ
ロツクに於て使用可能である。

制御ブロック５０に於けるブロックセグメント６０ａ及
び６０ｂは、パブイブロック対であり、その中には、第
６図に於て更に詳細に示され且つ次のパラグラフに於て
より詳細に説明されるブロックインデックスが記憶され
ている。前に述べられたように、バブイブロック１乃至
ｎを弄わすブロックセグメント５３乃至５５はインデッ
クスブロック及びデータブロックとして用いられ、ある
いは管理情報の記憶にまた用いられていない空きブロッ
クであり得る。

第６図には、　ＶＴＯＣファイルメモリブロックを追跡
する管理タスクのためにディスクファイル管理システム
によって用いられるブロックインデックス６０が示され
ている。ブロックインデックス６０を用いて達成される
１つの主な管理タスクは、　ＶＴＯＣファイルに於いて
空いている即ち使用可能ブロックのメモリの数を追跡す
ることにある。

更に、ハードディスクメモリ８６上の各ファイルに関す
る管理情報は、第５図に於てブロックセグメント５３乃
至５５として示されているバブイブロック１乃至ｎに記
憶されている。第６図に於て、ブロックセグメントは表
示を藺単にするために二列で示されている。

ブロックインデックス６０のブロックセグメント６１は
、それがＶＴＯＣファイルの一部であることを識別する
ためにエントリｒｌ　１０７ＶＴＯＣＪを含んでいる。

ブロックセグメント６２は、「バージョン数」と呼ばれ
、ディスクファイル管理システムの現在のバージョンを
識別するエントリを含んでいる。ブロックセグメント６
３は、「ファイル中のブロックの数」と呼ばれ、現在Ｖ
ＴＯＣファイルに割当てられているディスク上のメモリ
ブロックの数を識別する数を含んでいる。ブロックセグ
メント６４は、「マツプ中のビット数」と呼ばれ、／ロ
ックセグメント５１に於けるバブイブロックマツプのメ
モリのビット数を示す数を含んでいる。この数は、各バ
ブイブロック対がこのバブイブロックマツプの中に１ビ
ツトを有していなければならないためにＶＴＯＣファイ
ルに割当てられ得るバブイブロック対の最大数を示して
いる。グロックセグメント６５は、ｆバブイブロックの
数」と呼ばれ、その中には、インデックス即ちデータ情
報の記憶のためにまだ用いられていないＶＴＯＣファイ
ルに割当てられたハートゞディスクに於ける空いている
即ち使用可能メモリブロックの数を示す数が記憶されて
いる。ＶＴＯＣファイルに割当てられた空きブロックが
用いられると、ブロックセグメント６５に記憶された数
が更新され、これにより　ＶＴＯＣファイル中の空きメ
モリブロックの現在の数を正しく反映する。ブロックセ
グメント６６は「拡張されたブロック寸法」と呼ばれ、
この中には、このファイルがそれに割当てられたメモリ
の未使用のブロックの殆んど全てを使用しそうになった
時、ハート８デイスクメモリ８６上のＶＴＯＣファイル
に加えられるべき、如何なるツーアイルにも割当てられ
ていないメモリの未使用ブロックの数を示す数が記憶さ
れている。これは、本発明を実施する際、即ちハードデ
ィスクメモリ８６上のＶＴＯＣファイルの自己拡張をこ
のファイルが満たされる時にする除用いられる。グロッ
クセグメント６７は、「第１データブロツクのブロック
数」と呼ばれ、データを記憶するのに用いられるＶＴＯ
Ｃファイルに於ける最初のバブイブロック対の位置を識
別する論理アト８レスである。これは、第５図のバグイ
ブロック５３乃至５５の１つである。ブロックセグメン
ト６８は、「第１空きブロックのブロック数」と呼ばれ
、　ＶＴＯＣファイルにインデックス即ちデータを記憶
するのに未使用のＶＴＯＣファイルに於ける最初の空き
／：ディブロック対の位置を識別する論理アドレスであ
る。

ＶＴＯＣファイルに於けるこれらの空きブロックは、最
初の空きブロックのアドレスを用いて、このシステムが
全ての空きブロックを見い出すことができるように共に
連鎖される。ブロックセグメント６９は、「最後の空き
ブロックのブロック数」と呼ばれ、ＶＴＯＣファイルに
インデックス即ちデータを記憶するのに未使用のＶＴＯ
Ｃファイルに於ける最後の空きバブイブロック対の位置
を識別する論理アドレスである。ブロックセグメント６
９には、゛ファイルに割当てられるように使用可能なブ
ロックの範囲の最後のブロック数が記憶されている。ブ
ロック６８及び６９に記憶されている数こに位置してい
るかを知る。ブロックセグメント９１ｕ、ｒファイルに
於けるインデックスレベルの数」と呼ばれ、ＶＴＯＣフ
ァイル構造に於けるインデックスレベルの数を識別する
数である。これは第７図を見るとよく理解される。第７
図は、ＶＴＯＣファイルに於けるインデックスブロック
及びデータゾロツクの例示的な組織を示している。

１つのブロックメモリから読み出されたデータをインデ
ックス又はデータであると正しく解釈するためにインデ
ックスブロックのレベルが幾つアルかをディスクファイ
ル管理システムが知るために、この情報がディスクファ
イル管理システムに必要ニする。第７図には、二列のイ
ンデックスブロックがある。第１の列、即ち上の列は根
インデックス記憶ブロック１１を示し、これに対して２
番目の即ち中間列は、２つのインデックス記憶ブロック
１２を示している。第１即ち根レベルを除く木構造の各
レベルには２つより多いブロックが存在し得る。この根
インデックス記憶ブロックは、計数されず、従って斯か
る例に対してブロックセグメント９１に記憶される数は
数１である。根インデックス記憶ブロックを含む３列の
インデックスブロックがあった場合は、数２が第６図の
ブロックセグメント９１に入る。初期的には、即ちＶＴ
ＯＣファイルが大きくなる前には、根インデックス記憶
ブロック１１しかなくインデックス記憶プロツり１２は
存在せず、従ってブロックセグメント９１に於ける数は
上に与えられた例につきゼロとなる。

第６図に於けるブロックインデックス６０の残りのブロ
ックセグメントは、各々２つのブロックセグメントから
なる組にまとめられる。ズロツクセグメント対９２及び
９３、あるいは９４及び９５は、実例であり、反復され
る。即ち、バブイブロック対あるいはバブイブロックマ
ツプが記憶されているメモリのブロックの各エクステン
ト即ち範囲に対しては一対となっている。６対のブロッ
クセグメントの最初のブロックセグメント９２あるいは
９４は「アトルスエクステットの最初のブロック」と呼
ばれ、その中には、バブイブロックマツプ及びバブイブ
ロック対が記憶されている隣接ブロックのメモリのエク
ステント即ち範囲のハードディスクメモリ８６に於ける
開始論理アドレスが記憶されている。ブロックセグメン
ト９３及び９５は「アドレスファイルの長さ」と呼ばれ
、ブロックセグメント９２及び９４の関連対に於けるア
ドレスから開始するバブイブロックとして用いられる隣
接メモリブロックのエクステント即チ数を記憶するのに
用いられる。ＶＴＯＣファイリング構成にはこれらのパ
ブイブロック対が６４のエクステントまで存在する。

第７図には、　ＶＴＯＣファイリング構成に於けるイン
デックスレコードとデータ・レコードとの相関関係及び
連鎖が示されている。これは基本的な木記憶構造である
。これらの記録は、ヘッダ２０、インデックスブロック
３０、及びデータブロック４０からなっている。これら
のものは全て前に述べられており、これらのインデック
ス・レコード及びデータ・レコードを形成するための基
本的なエレメントである。木のトップには、根インデン
クス記憶ブロック１１がある。ＶＴＯＣファイルに於け
る任意のものを探索するにあたり、ディスクファイル管
理システムはブロック】１から開始しなければならない
。最も単純な形の場合、根インデックス記憶ブロック１
１は、１つのメモリ記憶ブロックに於けるヘッダ２０及
び１つのインデックスブロック３０からなる。これはこ
のブロックのメモリを満たさないので、第７図に示すよ
うなインデックスブロック３０を１つ以上加えて拡張す
る余裕がある。この最も単純な例の場合、ブロックＩＩ
Ｋ於けるヘッダ２０のブロックセグメント２３及び２４
は、インデックスブロックが１つだけしかないためそこ
にゼロを記憶しており、木構造に於てそれと同一レベル
にある他の論理ブロックはあり得ない。ブロック１１に
於けるインデックスブロック３０のブロックセグメント
３４に記憶された論理アドレスは、第７図に示すような
木構造に於ける第２層にある別のインデックス記憶ブロ
ック１２０代わりに、第７図の１つのデータ記憶ブロッ
ク１３に直接指し示している。データ記憶ブロック１３
の数が大きくなると、中間インデックス記憶ブロック１
２が必要になり、根インデックス記憶ブロックｌｌ内の
インデックスブロック３０に於けるブロックセグメント
３４に記憶されている「次のブロック数−下位レベル」
はこの最初の中間インデックス記憶ブロック１２の論理
アト３レスを有する。

中間インデックス記憶ブロック１２の構成は、根インデ
ックス記憶ブロック１１の構成と類似している。第２図
に示された型及び本明細書に於て前に述べられた型のヘ
ッダ２０が存在し、第３図に示された同−型及び本明細
書に於て前に説明された同−型の多数のインデックスブ
ロック３０が存在する。第７図に示す各データ記憶ブロ
ック１３に対しては中間しはルインデックス記憶ブロッ
ク１２に於てインデックスブロック３０が存在する。

各中間しくルインデックス記憶ブロック１２は、１つの
ブロックのメモリであり、そのメモリのブロックを使い
きるまでヘッダ２０及び多数のインデックスズロック３
０を記憶することができる。

この後、データブロック４０が更に形成されると、その
メモリのブロックを使いきるまで多数のインデックスブ
ロック３０を他にまた取り扱うことのできる第２の中間
レベルインデックス記憶ブロック１２が必要になる。し
かしながら、第２の中間レベルインデックス記憶ブロッ
ク１２に対しては、第７図に示すように別のインデック
ス３０が「ブロックＢに対するインデックス」として根
インデックス記憶ブロック１１に必要になる。各々の付
加的な中間レベルインデックス記憶ブロック１２に対し
ては、ブロック１１の構成要素であるブロックのメモリ
が満たされるまで別のインデックス３０が根インデック
ス記憶ブロック１１に必要になる。中間しくルインデッ
クス記憶ブロック１２の場合、その中の各インデックス
ブロック３０（１、（乃至ｎ）に於て、「次のブロック
数−下位レベル」と呼ばれるブロックセグメント３４は
、第７図に示すように関連のデータブロック４０を指し
示している論理アドレスをそこに記憶している。例えば
、インデックス記憶フロックＡＨに於けるインデックス
ブロックｎ（３１は　データ記憶ブロック（１３１に於
けるデータブロックｎ（４３のインデキシングを与えて
いる。各データ記憶ブロック１３もメモリの１つのブロ
ックであり、満たされると、別のデータ記憶ブロック１
３が更に記憶されるために必要となる。各後続のブロッ
ク１３は、前のブロック１３と後続のブロック１３Ｖｃ
連鎖される。

ＶＴＯＣファイルメモリ木構造が第７図に示す例示的な
形である時、２つのインデックス記憶ブロックα２即ち
、ゾロツクＡ及びＢが存在する。これらはこの木構造に
於て同一中間レベルである。更に、第７図に示すように
、６つのデータ記憶ブロック１３が存在する。尚、この
内３つは１つのインデックス記憶ブロック１２に関連し
、他の３つは他方のインデックス記憶ブロック１２に関
連している。これらの６つのデータ記憶ブロック１２は
、全て記憶木構造に於て同一の下位レベルにある。１つ
より多いメモリグロックが木構造の中間レベル及び下位
レベルの各々にあるため、これらのブロックの水平連鎖
が必要になる。この水平連鎖は、インデックス記憶ブロ
ック１２とデータ記憶ブロック１３の両方の先頭にある
ヘッダ２０によって行なわれる。第２図を見ると、イン
デックス記憶ブロックＡ（１２）の先頭にあるヘッダ２
０は、［同一レベルにある次のブロックの論理ブロック
数」と呼ばれるブロックセグメント２３と「同一レベル
にある前のゾロツク論理ブロック数」と呼ばれるブロッ
クセグメント２４を有している。第７図に示す木構造に
於ける中間レベルの場合、インデックス記憶ブロックＡ
（１２に於けるヘッダ２０のブロックセグメント２３は
、インデックス記憶ブロックＢ（１２１に対する論理ブ
ロック数をそこに記憶している。前のインデックス記憶
ブロックＩ２が存在しないため、インデックス記憶ブロ
ックＡα３に於けるヘッダ２０のブロックセグメント２
４には全てのゼロが記憶される。斯くして、インデック
ス記憶ブロックＡ（１２は水平しＲルに於て前方にイン
デックス記憶ブロックＢＱＺと連鎖される。

同様にして、インデックス記憶ブロックＢ（ＩＺは、後
方にインデックス記憶ブロックＡ（Ｌ５に対して連鎖さ
れるが、後続のブロック１２が存在しないため前方には
連鎖されない。より詳細に説明すると、インデックス記
憶フロックＢＱ２１に於けるヘッダ２０のブロックセグ
メント２３は、第７図に次の即ち後続のブロック１２が
存在しないためそこに全てのゼロを記憶している。しか
しながら、インデックス記憶フロックＢ（＋２に於ける
ヘッダ２０のブロックセグメント２４は、後方連鎖を達
成するためにインデックス記憶ブロックＡＱ２の論理ア
ドレスをそこに記憶している。斯くして、インデックス
記憶ブロックＢＯ３は、水平レベルに於て後方にインデ
ックス記憶ブロックＡ（１２に対して連鎖される。

第７図に示される木構造の底のレベルに於て、全てのデ
ータ記憶ブロック１３は、インデックス記憶ブロックと
同じように前方に及び後方に連鎖される。データ記憶ブ
ロック１３に対しては既に述べられているため詳細には
立ち入らないが、データブロック１６０は、後方連鎖を
有しておらず、しかしデータブロック２（４０に対して
前方に連鎖される。データブロック２（４１は、データ
ブロックｎ（４ｔ）に対して前方に且つデータブロック
ｔＩ５ｔｎに対して後方に連鎖される。最後に、データ
ブロックｎ（４０は、前方には連鎖されないが、データ
ブロック２（４■に対して後方に連鎖される。データブ
ロック１．２及びｎは、ゲータグロックｎ＋ｌ、ｎ＋２
、及びｎ＋Ｘに対しては全熱連鎖されない。データブロ
ックｎ＋　ｌ、ｎ＋２、及びｎ＋Ｘは今述べたように、
同様にして前方に及び後方に互いに連鎖されるが、デー
タ記憶ブロック１．２、及びｎに対しては連鎖されない
。

本発明の教示による自己拡張ファイルの特徴を与えるた
めのディスクファイル管理システムのオペレーションは
、本明細書の説明の各所に記載され、従っである特定の
場所には集中されていない。

従って、読者は本発明を完全に理解するところまでは至
っていないかもしれない。本発明をよりよく理解するた
めに前に行なった説明から本発明の簡潔な復習を行うこ
とにする。第６図のブロックインデックス６０のところ
では、ＶＴＯＣファイルの排他的使用に割当てられたメ
モリのブロックの合計数がブロックセグメント６３に記
憶されている状態が述べられていた。ブロックセグメン
ト６５には、データを記憶するのにまだ用いられていな
かったＶＴＯＣファイルに於けるメモリのブロックの合
計数が記憶されている。これらの２つの数の差はデータ
を記憶するのに既に用いられていルｖＴＯＣファイルに
於けるメモリのフロックの数である。グロツクセグメン
）６５Ｖｃ於て識別これた空きメモリブロックの数が所
定数を下回ると、ディスクファイル管理システムは、ブ
ロックセグメント６６に記憶された数をとり、これによ
りいかなるファイルにも排他的に割当てられていないメ
モリのブロックの量を得てそれらをＶＴＯＣファイルに
於ける排他的使用のために転送する。ブロックセグメン
ト６３及び６５に記憶された数はこのようにして更新さ
れる。ＶＴＯＣファイルにおける排他的使用又はその他
のファイルに対し転送するハードディスクメモリ８６上
の使用可能ブロックを突き止めるために、ディスクファ
イル管理システムは、これまで述べてきた空きエクステ
ント・レコードであってその中にハードディスクメモリ
８６上のメモリの空きブロックの論理アドレス及び数量
に関する情報が記憶されている空きエクステント・レコ
ードに進む。ＶＴＯＣファイル以外のファイルに対して
は、各ファイルに割当てられたメモリブロックの数及び
データを各ファイルに記憶するのに既に用いられたメモ
リブロックの数を含む各特定のファイルに関する情報が
属性データ・レコードニ記憶されている。これらの２つ
の数の差は、各特定のファイルに割当てられた空きメモ
リブロックの残りの数である。このシステムがＶＴＯＣ
ファイルに割当てられた空きブロックの敬も少なすぎる
と決定すると、ファイルの自己拡張が開始される。＾性
データ・レコードには、そのメモリ容量が自己拡張され
る時にＶＴＯＣファイルに加えられるべきメモリのプ占
ツクの数を示す数も記憶されている。このシステムは、
とのエクステント数を用い、前に述べられた空きエクス
テント・レコードに再び進み、如何なる特定のファイル
にも排他的に割当てられていない空きメモリブロックを
識別する。これらの空きブロックの特定の酢は、拡張さ
れているファイルの排他的使用のために転送され、この
空きエクステント・レコード及び属性データ・レコード
は修正されて、特定ファイルの排他的使用のためのメモ
リのブロックの転送を反映する。

本明細書のあらゆる所に指摘されたように特定の情報即
ちデータが圧縮される。これらの例は、ＶＴＯＣファイ
ルに於て用いられた５つの型のレコードで特に指摘され
た。先行技術に於ては、特定データを記憶するための与
えられた量のスＲ−スが割当てられるのが一般的であり
、このスば一スの量は融通性のないものであるため、た
とえ全てのスＲ−スが必要でなくても、残ジのスペース
が浪費される。従って、これらの硬直したブロックセグ
メントに記憶された２進情報を圧縮する実際の必要性は
何ら存在しない。本発明の技術を用いると、この浪費さ
れたスペースは最小化され、ブロックセグメントのビッ
ト又はバイトのサイズは未使用メモリスは−スの量を減
らすために可変となっている。２進情報を記憶するのに
実際に必要となる量のメモリスは−スのみが用いられて
いる。

更に、記憶さ、れるべき２進情報が圧縮される。この圧
縮を達成するために、ディスクファイル管理システムは
任意の種類の情報を表わし得る、記憶されるべき２進数
を分析して、これにより４つの２進数のサイズの範囲の
どれにこの数が入るかを決定する。これらの範囲は、ゼ
ロ乃至６３．６４乃至１６４４７．１６４４８乃至４２
１０７５１、及び４２１０７５２　乃至１０７７９５２
５７５　　となっている。

更に、ディスクファイル管理システムは、この数が入る
上記の範囲に応じて、記憶されるべき情報から与えられ
た数を減算する。ゼロ乃至６３の最下位範囲に入る、記
憶されるべき小さい２進数字に対しては、この２進数か
らゼロが引かれ、２つの数字ＯＯがこの圧縮されない数
の先頭に立つ。

プレフィックス００を有する未圧縮数は、次に８ビツト
バイトとして記憶される。後の時間に於て読み出される
際に、ディスクファイル管理システムは先ず最初の２ビ
ツトを読み出し、それらが００であることからこの数が
８ビツトとして記憶されたことを決定し、従ってその″
！、捷読み出された２進数を即ちプレフィックス００が
引かれた数を用いる。

６４乃至１６４４７　の次の範囲に入る、記憶されるべ
き少し大きい２進数字に対しては、数ｉ６４がこの２進
数字から減算され、これによりこれを圧縮し、２つのビ
ット０１が圧縮された数の先頭に立つ。このプレフィッ
クス０１を有する圧縮数は、次に２つの８ビツトバイト
として記憶される。

後の時点に於て読み出される際に、ディスクファイル管
理システムは最初に、最初の２つのビットを読み出し、
それらが０１であることからこの数が量６４を減算する
ことによって圧縮されたことを決定し、次にこの量６４
を読み出された数に戻して加えて、これによシ圧縮プロ
セスを逆に行なう。次にこのシステムはプレフィックス
０１を引かれた圧縮を解かれた数を用いる。

１６４４８乃至４２１０７５１　　の次の範囲に入る、
記憶されるべき更に大きな２進数に対しては、数量＋６
４４８　が２進数から減算され、これによりこれを圧縮
し、２つのビットＩＯが圧縮数の先頭に立つ。このプレ
フィックス１０を有する圧縮数は次に３つの８ビツトメ
イトとして記憶される。後の時点に於て読み出される際
、ディスクファイル管理システムは先ず最初の２つのビ
ットを読み出し、それらが１０であることから数量１６
４４８を減算することによってこの数が圧縮されたこと
を決定し、次にこの量を読み出された数に戻して加え、
これによりこの圧縮プロセスを逆に行なう。次にこのシ
ステムはこのプレフィックスＩＯを引いた圧縮を解かれ
た数を使用する。

４２１０７５２乃至１０７７９５２５７５の次の範囲に
入る。記憶されるように期待された最大の２進数に対し
ては、数量４２１０７５２　がこの２進数から減算され
、これを圧縮し、２つのピッ２１が圧縮数の前に置かれ
る。このプレフィックス１１を有スる圧縮数は次に、３
つの８ビツトバイトとして記憶される。後の時点に於て
読み出される際、ディスクファイル管理システムは先ず
最初の２つのビットを読み出し、それらが１１であるこ
とから数量４２１０５２　を減算することによってこの
数が圧縮されたことを決定し、次にこの量を読み出され
１こ斂に戻して加え、これによυこの圧縮プロセスを逆
にする。次にこのシステムは、プレフィックス１１を引
き圧縮を解かれた数を使用する。

上記の様式に従って、ディスクファイル管理システムは
また、ハードディスクメモリに記憶されるべき２進情報
を圧縮し、これによりそこに記憶できる情報を最大化す
る。

今迄述べてきたのは本発明に係る好ましい実施例ではあ
るが、当業者にとっては、Ｚ本発明の教示が本発明の精
神及び範囲から逸脱することなく多くの異なった方法で
応用できることが明白である。

例えば、本発明の自己拡張ファイルは、与えられた量の
メモリが特定の記憶機能に割当てられる即ち専用される
場合の如何なるメモリの応用にも適用することができる
が、特定のファイリング機能は時々付加的な量の専用メ
モリを必要とする。更に、本明細書に教示されているデ
ータ圧縮技術は殆んど如何なるデータ記憶オはレーショ
ンにも適用され得る。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明を用いているディスクファイルシステ
ムに情報を記憶するのに用いられる一般的な記憶エレメ
ントの全体の組織図。第２図は、本発明を用いているデ
ィスクファイル管理システムを実施するのに用いられる
記憶エレメントのヘッダに対する情報の組織図。第３図
は、本発明を用いているディスクファイル管理システム
によって用いられるインデックス記憶エレメントのタメ
のヘッダと結合されるインデックスブロックの情報の組
織図。第４図は、本発明を用いているディスクファイル
管理システムによって用いられるデータ記憶エレメント
を構成するためにヘッダと結合されるデータブロックの
ための情報の組織図。 第５図は１本発明を用いているディスクファイル管理シ
ステムファイルの全体を表わす制御／ロック中の情報の
組織図。第６図は、本発明を用いているファイル管理シ
ステムによって用いられる制御ブロック中のブロックイ
ンデックスの情報の組織図。第７図は、本発明な用いて
いるファイル管理システム中のインデックスとデータ記
憶ブロックとの相関関係を示す図。第８図は、本発明を
用いることができるハードディスクメモリを含む計算機
ベースシステムの略ブロック図。 ２０・・・ヘッダ、２１・・・ブロック中の使用バイト
の数、２２・・・このゾロツクの論理ブロック数、２３
・・・同一レベルにある次のブロックの論理グロック数
、２４・・・同一レイル１である前のブロックの論理グ
ロック数、３０・・インデックスブロック又はデータブ
ロック、３１・・・共通キー長、３２・・非共通キー長
、３３・非共通キー値、３４・・・次のブロック数−下
位レベル、４０・・・データブロック、４１・・・共通
キー長、４２・・・非共通キー長、４３・・・非共通キ
ー値、４４・・・データ長、４５・・・データ、５０・
・・制御ブロック、５１・・バディプロックマップ、６
０・・・ブロックインデックス、８１．８２・キーボー
ド８付ビデオ端末装置、８３・・・プロセッサ、８５・
・・メモリ、８６・・・ハードディスクメモリ、８７・
・フロッピディスクユニット、８８・・・プリンタ、８
９・・・通信インターフェース。 （外５名） Ｓ　よ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １）メモリ構成に用いられるメモリ割当方法であつて、
   データが多数の個別メモリファイルの内の適当なファイ
   ルに記憶され、各ファイルがこのメモリファイルへのデ
   ータの記憶のためにそれと排他的に関連するメモリの割
   当てられた量のブロックを有しており、上記割当方法を
   用いて、如何なるファイルにも割当てられていないメモ
   リのブロックが必要に応じて自動的にメモリファイルに
   割当てられる上記メモリ割当方法に於て、 如何なるメモリファイルにも割当てられていないメモリ
   のブロックの第１の記録を保持する工程と、 各ファイルに於ける排他的使用に割当てられておりデー
   タの記憶にまだ用いられていないメモリのブロックの第
   ２の記録を保持する工程と、排他的に関連しているメモ
   リの未使用ブロックの量が所定レベルを下回つている第
   １のメモリファイルを突き止めるために上記第２の記録
   を分析する工程と、 如何なるメモリファイルにも割当てられていないメモリ
   のブロックの上記第１の記録の中を探索して上記レベル
   を下回つている上記第１のメモリファイルの排他的使用
   に供すべきある量のメモリブロックを突き止める工程と
   、 上記の突き止められたメモリのブロックを上記第１のメ
   モリの排他的使用に供する工程と、を含むことを特徴と
   する上記メモリ割当方法。 ２）上記第１のメモリファイルの排他的使用に供される
   べきメモリブロックの量を示す数を記憶する工程を更に
   含むことを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載の方
   法。 ３）如何なるメモリファイルにもまだ割当てられないメ
   モリのブロックの数が上記の記憶された数に等しいメモ
   リブロックの量だけ減少させられたという事実を反映す
   るために上記の突き止められたメモリのブロックが上記
   第１のメモリファイルに供された後上記第１の記録を修
   正する工程を更に含むことを特徴とする特許請求の範囲
   第２項に記載の方法。 ４）上記第１メモリファイルに割当てられたメモリのブ
   ロックの数が上記の記憶された数に等しいメモリブロッ
   クの量だけ減少したという事実を反映するために上記の
   突き止められたメモリのブロックが上記第１のメモリフ
   ァイルに供させられた後上記第２の記録を修正する工程
   を更に含むことを特徴とする特許請求の範囲第２項に記
   載の方法。 ５）上記個別メモリファイルの各々のファイルに於ける
   排他的使用に割当てられたメモリのブロックの第３の記
   録を保持する工程を更に含むことを特徴とする特許請求
   の範囲第４項に記載の方法。 ６）上記第１のメモリファイルに割当てられたメモリブ
   ロックの数が上記の記憶する数に等しいメモリブロック
   の量だけ減少したという事実を反映するために上記の突
   き止められたメモリのブロックが上記第１のメモリファ
   イルに供された後上記第３の記録を修正する工程を更に
   含むことを特徴とする特許請求の範囲第５項に記載の方
   法。 ７）上記第１のファイルの使用に排他的に供される未使
   用メモリブロックの数が上記所定レベルを下回つた時に
   上記第１のメモリファイルのメモリブロックサイズを拡
   張する要求を発生する工程を更に含み、如何なるメモリ
   ファイルにも割当てられていないメモリのブロックの上
   記第１の記録を探索して上記第１のメモリファイルの排
   他的使用に供されるべきある量のメモリブロックを突き
   止める上記工程が上記の発生させられた信号に応答して
   実行されることを特徴とする特許請求の範囲第１項に記
   載の方法。 ８）メモリの各ブロックは、もしあれば、メモリの各ブ
   ロックが供されていたファイルに関する情報を記憶する
   ための第１のスペースを有していることを特徴とし、更
   に、上記の量の割当てられていないメモリブロックが上
   記第１のメモリファイルの排他的使用に供される時に上
   記第１のメモリの識別を上記の突き止められたメモリの
   ブロックの上記第１のスペースに書き込む工程を含むこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第６項に記載の方法。