JPS6115246A - 可変長ビット列生成装置 - 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、斯かるシステムにおけるスペースの割当
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、コンピュータシステムは全て、その
ゴ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・・−ドディスク磁気メモリ、及び・ミブル
メモリ等の様々な形を静的メモリはとる。し・−ドディ
スク磁気メモリはコンピュータシステムに用いられるこ
とが多く、且つファイル記憶に用いられる。

一般的にファイルは割当てられた記憶ス投−スである。

先行技術に於ては、特定のデータを記憶するための与え
られた量のメモリスに一スが割当てられるのが一般的で
あり、このスペースの量には融通性がないため、全ての
ス投−スが必要でない場合、残りのスペースが浪費され
てしまう。従って、これらの融通性のないブロックセグ
メントに記憶されている２進情報を圧縮する実質的な必
要は何ら存在しない。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化するために、・・−ト９デ
ィスクメモリに記憶されているデータを圧縮する技術が
必要である。

発明の概要 本発明の教示によると、次のノ・−１デイスクメモリフ
アイル管理システムが開示されている。即ち、当技術に
おい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記憶されたデータの圧縮
を実行し、これにより、そこに記憶され得る情報の量を
最大化する・・−ドディスクメモリファイル管理システ
ムである。

記憶されるべきデータは、記憶される前に、３２ビット
２進数の形をとる特定の数を２進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進ビットの数に於ける対応する減少が
行なわれる。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圧するためには、保存
されている圧縮数の２ビットが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、これを圧縮数に加え、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つのビットはまた、
この数の圧縮されたサイズの合計を示す。

実施例の詳細な説明 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℃・は８
６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
８３には、バス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。中にオ投レーティング・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。ノ・−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。ノ＼−ドデ
ィスク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８】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
０イデイスクユニツト８７も配設すしている。フロッピ
ィディスクは当技術に於てよ（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
ドコピ− クメモリ８６のファイルからのハードコピー出力を得る
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８
９を有している。

上記のパ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４４０，６６８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ハート５デイスク
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り当てること
、どんなデータがディスクのどこに記憶されているかと
いうことにつ見・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。

しカルながら、ユーザがそれらに割当てられたメモリの
量を満たすと、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
能なしＲ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ハードディスクメ
モリの諸部分を有することが好都合であり、前に割当て
られた量のハードディスクメモリが−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を
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。

ハート５デイスクメモリ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
定された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及び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・ξ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
情報のためのアトゞｔ／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進語の各グル
ープは、ハート９デイスクメモリ８６の５】２バイトブ
ロツクのメモリに記憶される。ハードディスクメモリ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
モリ中の関連ドキュメント及び論理アドレスの識別を示
している。

ハードディスクメモリ８６に記憶されるべきドキュメン
トを表わしている２進情報は、それぞれが１６個の２進
ビットからなる５１２個の２進語の多数のグループに分
解される。斯かる１６ビット２進語のグループの各々は
、ト９キュメントを表わす２進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バイトに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ドレ
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ブ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−・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、各特定ノンア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、１
つの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
ディスクメモリス深−スの量及び論理アトゞレス等であ
る。

スパース配列ビットマツプ使用データＲ−スの名称を有
する米国特許出願第４９０，８１４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４０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の構成の詳細については、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４０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進ビットを含んでおり、この
ブロックセグメント２１は関連バイトブロックのメモリ
に記憶されている８ビッ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ビット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
憶されているバイト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ビットが用（・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個の２進ビットを含んでおり、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遂を示す２つの８ビット２進数を
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に於ける論理アビレスであり、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ビット
バイト、即ち全部で１６個の２進ビットを含んでおり、
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を示す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進ビットを含むブロック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レベルに
あるメモリの前のブロックの論理ブロック数を示す２進
数を記憶するのに用いられる。ヘッダが取り付けられて
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。ブロックセグメン
ト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。しがし、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、「ワンド（ＷＡＮＤ）Ｊと呼ばれるトゞキュメン
トが既にハードディスクメモリ８６の与えられたファイ
ルに記憶されており、このシステムは、［ソング（ＷＡ
ＮＧ月と呼ば゛れる別のド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
ト５キュメントの各々の記憶は、インデックスヘッダ２
０をブロック３０と共に且つデータヘッダ２０をデータ
ノロツク４０と共に記憶するた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ト９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つの文字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［ＷＡＮＪを示す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ノロツク
３０のブロックセグメント３２には、「ワンド」　ドキ
ュメントと「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を示す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８
６中のトゞキュメントを突き止めることができる。

インデックスブロック３０中の４番目のブロックセグメ
ントは、次ブロック数？５：／Ｒルと呼ばれ、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ルベル」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、５個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進語の数を示す２
進数が記憶されている。ブロックセグメント４５には、
２進形式でト９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、次にブロックセグメント４５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シ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ビットバ
イトは満たされない。これが、データブロック４０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２
１に２進数、即ち″ブロック中の使用バイトの数′″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
割当てられているが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１デイスク上の各
ファイルに関する管理情報も記憶される。これらの管理
機能は、それ自身のＶＴＯＣ（Ｖｏｌｕｍｅ　Ｔａｂｌ
ｅ　Ｏｆ　Ｃｏｎｔｅｎｔｓ　）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ファイルの組織を
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プロック（ｂｕｄｄｙ
　ｂｌｏｃｋ　）構成に全て組織される。このバブイノ
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ノロックの最初の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バブ
イブロック対の第２の５１２バイトブロツクに記憶され
る。この時点に於て、前の情報即ちデータは、このバブ
イノロックの最初の部分にあり、新しい情報即ちデータ
はこのバブイノロックの第２の部分にある。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の第２の
部分から読み出され、更新された後、このバブイノロッ
ク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ファイルに記憶される
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玉・レコード、２　
空きエクステント・レコニド、３　使用されたエクステ
ントデータ・レコード、４　連鎖レコード、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。

前に述べたようく、ＶＴＯＣファイルを誉む・・−ドデ
ィスクメモリ上の全てのファイルは、このファイルにデ
ータ／情報を記憶するのに用いられる割当てられた５１
２バイトブロツクのメモリを有しており、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ブータブロッ
クインデックス６０　ａ、　　６０　ｂに維持される。

ＶＴＯＣファイル以外のもの九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」は次のように構成される。

この「キーＪは値Ｘ（０１であり、この後に開始インデ
ックス番号が続く。このＸ　（０１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系し、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メモリブロックを突き止め
てこの空きメモリブロックを、ブロックをもつと必要と
し自動的にこれを要求する如何なるファイルにも割当て
ることか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９を用いてＶＴＯＣファイル中
に維持される。実際のオＲ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は隣接ブロックの
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。ＶＴＯＣファイル中のメモ
リの１ブロツクが空きエクステント・レコードであるこ
とをこのシステムが知るためには、データブロック４０
のブロックセグメン）４１．４２及び４３に記憶されて
いる「キー」は次のように構成される。この「キー」は
、値Ｘ゛０２であり、開始ブロック番号が後に続く。こ
のＸＯ２は、このブロッ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
が関連する隣接メモリブロックの範囲に於けるメモリの
渚初のブロックのメモリ中の論理ア］・９レスをファイ
ル管理システムに示す。このＸＯ２型「キー」に於ける
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本発
明の教示に従って初期的に圧縮され得る。ＸＯ２型空き
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４
５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り、この数は、この「キ
ー」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ドレス
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。インデックス記録に於て
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本
発明の教示に従って圧縮され得る。

使用されたエクステント・データ・レコー白ま、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。この型の記憶に対する「キー
」は、値Ｘ０３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上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ックが用いられることをこのシ
ステムに示す。このファイル識別は、このファイルを識
別する数即ち、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つの使用済エクステント・チーターレコ
ードゞがあり、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を有している。任意のファイ
ル中の隣接するメモリブロッ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
の管理記録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、
プロックセグメン）４１．４２及び４３０所で前に述べ
たように更に圧縮される前に、本発明の教示に従って初
期的に圧縮され得る。１つの使用されたエクステント・
レコードゞのデータブロック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
の論理アド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ブロック数もまた本明
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、この記録は、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（・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記録にわたって使用され
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、ＸＯ
４であり、この後にノートゝ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。ドキュメント、がライブラリに記憶されていない場
合、ゼロがここに入る。このＸＯ４記録「キー」に於け
るノード識別は、ブロックセグメン）４１．４２及び４
３０所で前に述べたように更に圧縮される前に、本発明
の教示に従って初期的に圧縮され得る。ノート５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ＡＳＣＩ工名である。

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、同一ノロツ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・レング
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（。このプレフィックスは、この連
鎖レコードゝがライブラリに割当てられている場合はＸ
００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＆ＪＸＯ１である。このＸ００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−・
ラレ、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本発明に従って
圧縮され得る。

第５の型のデータ・レコードは、属性データ・レコード
９であり、このデータ・レコード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８附、修正された８附、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８の
キーには、値ＸＯ５があり、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ディレクトリ識別数ある
いは、前に述べた連鎖レコードに於ける同一名のフィー
ルビに割り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ＸＯ５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４３０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。

ノロツクセグメント４５には、この属性データ・レコー
ド９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本発明を
用いて圧縮可能である。

第５図には、本明細書において前記した）？ディ・ブロ
ック対のオは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、バデイ・ブロックを用い
ると、ディスクファイル管理システムの管理情報の損失
に対するシステムクラッシュＭ岬が行なわれる。ブロッ
ク６０，５３゜５４及び５５は、バデイ・ブロックとし
て用いられ、従って、ブロック６０ａ及び６０ｂ、５３
ａ及び５３ｂ、５４ａ及び５４ｂ並びに５５ａ及び５５
ｂとして示されている。このバブイブロック構成の場合
、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図のバデイ・ブロック５４及び５５０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
バディ・ブロック１乃至ｎが存在することを表わしいて
る。使用され得るバディ・ブロックの正確な数は、ブロ
ックセグメント５１に記憶されるバブイブロックマツプ
内のビットの数によって制限されるだけである。このバ
ブ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ＩＫ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５
１乃至５５並びに６０は、ハート９デイスクメモリ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。全てのバブイブロックは、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ＩＫブロックに対する１
つの２進ビットを含むバブ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、このバブ
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、このバブイブロックマ
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。ノミディ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５］に於
けるバブ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バブイブロック対の他
のノロツクに戻って復元する。このバブイブロックマツ
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、バブイノロックの
他方の部分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、バ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を表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だ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フ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ｌ
乃至ｎに記憶されている。第６図に於て、ブロックセグ
メントは表示を簡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ｒ］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６３
は、「ファイル中のブロックの数」と呼ばれ、現在ＶＴ
ＯＣファイルに割当てられてｔ・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、［マツプ中のビットの数」と呼ばれ、ブ
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ノロックマツプの中に１
ビットを有していなければならな℃・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。

ブロックセグメント６５は、［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
当てられたハードディスクに於ける、空い−（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・サイズ」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、ハードディスクメモリ８６上のＶＴＯＣファイルに
加えられるべき、如何なるファ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、このファイルが満たされる時にバー１デ
イスクメモリ８６におけるＶＴＯＣファイルのサイズの
自己拡張に用いられる。ブロックセグメント６７は、［
第１データブロツクのブロック数」ト呼ばれ、データを
記憶するのに用いられるＶＴＯＣ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ドレスであ
る。これは、第５図のバブイブロック５３乃至５５の１
つである。ブロックセグメント６８は、１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。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ト９
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」
ト呼ばれ、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後
の空きバブイノ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６９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
されている数によって、ているかを知る。ブロックセグ
メント９１は、「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ブロックの例示
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
ある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になる
。

第７図には、二列のインデックスブロックがアル。

第１０）列、即ち上の列は根インデンクス記憶ブロック
１１を示し、これに対して２査目の即ち中間列は、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（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図のフロックセグメント９１に入る。初期的には、即
ちＶＴＯＣ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ＩＩＬかなくインデックス記憶ブロック
１２は存在せず、従ってブロックセグメン）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図に於けるズロックインデックス６ｏ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。ブロックセグメント対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、バブイノ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。各対のプロック
セク゛メントリ最初のブロックセグメント９２あるいは
９４は「アドレスエクステン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ち数を記憶するのに
用いられる。ＶＴＯＣファイリング構成にはこれらのブ
ロックセグメント対が６４エクステントまで存在する。

第７図には、ＶＴＯＣ７アイリング構成に於けるインデ
ックスレコードゞとデータ・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・レコードゝ及びデータ・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
ックス記憶ブロック１１がある。ＶＴＯＣファイルに於
ける任意のものを探紫するにあたり、ディスクファイル
管理システムはブロック１１から開始しなげればならな
い。最も単純な形の場合、根インデックス記憶ブロック
１１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１
１に於けるヘッダ２０のブロックセグメント２３及び２
４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１２の代わりに、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１
３の数が大きくなると、中間インデックス記憶ブロック
］２が必要になり、根インデックス記憶ブロック１１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−下位しＲ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１’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１１０）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Ｒルインデックス記憶ブロ
ック１２に於てインデックスノロツク３０が存在する各
中間レベ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ブロック３０
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３ｏが１ブロツク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１１０）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。中間レベルインデ
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（１，２乃至ｎ）に於て、１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、インデックス記憶ブロックＡ（１２）に於けるイン
デックスブロックｎ（３０）Ｇｉ、データ記憶ブロック
（１３）に於けるデータブロックｎ（４０）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１３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１３に連鎖される。

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（１２）
即ち、ブロック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
の下位レイルにある。１つより多いメモ°リブロックが
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、インデックス記憶ノロツク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。あ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２０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）　Ｖｃ於ケ
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　（１２）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１
２が存在しないため、インデックス記憶ノロツクＡ　（
１２）に於けるヘッダ２ｏのブロックセグメント２４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）は水平レベルに於て前方にインデ
ックス記憶ブロックＥ　（１２）と連鎖される。

同様にして、インデックス記憶ブロックＢ（１２）は、
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
クス記憶ブロックＢ　（１２）に於けるヘッダ２ｏ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、インデックス記憶ブロックＢ　（
１２）に於けるヘッダ２ｏ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
Ａ　（１２）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Ｂ　（１２）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】３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１　（５０）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　（４
０）は、データブロックｎ　（４０）に対して前方に且
つデータブロック１　（５０）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　（４０）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、
データブロックｎ＋１．ｎ＋２．及びｎ十ｘに対しては
全熱連鎖されない。データブロックｎ＋１゜ｎ＋２．及
びｎ＋ｘは今述べたように、同様にして前方及び後方に
互いに連鎖されるが、データ記憶ブロックｌ、２．及び
ｎに対しては連鎖されな（）。

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Ｒ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。ここで、前に行った
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ノロツクの
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（・られているＶＴＯＣファイルに於けるメモリの
ブロックの数である。ブロックセグメント６５に於て識
別さ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、フロックセグメント
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し・メモリのフロック
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。フロックセグメント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上の使用可能ノロツ
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８
であってその中に）・−トゝディスクメモリ８６上のメ
モリの空きブロックの論理アトゞ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ファイル以外ノ以外ノルアイルては、各フ
ァイルに割当てられたＩＫ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−・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１に記憶されている。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数も少なすぎると
決定すると、ファイルの自己拡張が開始される。属性デ
ータ・レコードには、そのメモリ容量が自己拡張される
時にファイルに加えられるべきメモリのブロックの数を
示す数も記憶されて〜・る。このシステムは、このエク
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
的に割り当てられて（・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数は、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・レコードゝ及び属性データレコード９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
のフ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
えられた量のスペースが割当てられるのが一般的であり
、このス投−スの量は融通性のないものであるため、た
とえ全てのスペースが必要でなくても、残りのス樗−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（・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食のメモリスイースのみが用いられ
て（・る。

本発明の教示に従ってｖＴｏＣ記録における圧縮を達成
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、圧縮され且つ記憶されるべき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１６４４７．１６４４乃至４
２１０７５１　。

及び４２１０７５２乃至１０７７９５２５７５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ビッ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ビットを読み出し、それらが００で
あることからこの数が８ビットとして記憶されたことを
決定し、従ってそのまま読み出された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、数量６４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
０１を南する圧縮数は、次に２つの８ビットバイトとし
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数
量６４を減算することによって圧縮されたことを決定し
、次にこの数量６４を読み出された数に戻して加えて、
これにより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０１を引かれた、圧縮を解かれた数を
用（・る。

１６４４８乃至４２］０７５１０）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、量１６４４
８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１０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ビットバイトと
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１０であることから数量１６４４８
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、次にこの数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ｌ。

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ｌ−１］が圧縮数の前に置か
れる。このプレフィックス１１を有する圧縮数は次に、
３つの８ビッ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４２１０７５２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、次にこの数量を読み出
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、ハードディスクファイルシステム
はまた、ハート５デイスクメモリに記憶されるべき他の
（・かなる２進情報をも圧縮し、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ある
力瓢当業者にとっては、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。

【図面の簡単な説明】

第１図は、ディスクファイルシステムに情報を記憶する
ため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（・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
いているデイスクツア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ためのヘッダと結合
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、本発明を用いているディスクファイル
管理システムを表わす制御ブロック中の情報の組織図。 第６図は、本発明を用℃・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、本発明を用いているフ
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℃・
ることかできるノ・−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・・・このブロッ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ブロック数
、２４・・同一しはルにある前のブロックの論理ブロッ
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・・・ハテイブロックマッフ、６０・・
・ブロックインデックス、８１．８２・・・キーボード
付ビデオ端末装置、　８３・・・プロセッサ、８５・・
・メモリ、８６・・ハートゞディスクメモリ、８７・・
・フロッピィディスクユニット、８８・・・プリンタ、
８９・・・通信インターフェース。 （外５名）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １）任意の形のデータを表わす２進数をメモリに記憶す
   る前に上記２進数を圧縮するためにコンピュータシステ
   ムにおいて用いられる方法において、 圧縮され次に記憶されるべき第１の２進数の大きさが多
   数の連続している数のどの範囲に入るかを決定するため
   に上記第１の２進数の大きさを分析する工程と、 上記第１の２進数から第２の２進数を減算する工程であ
   つて、上記第２の２進数の大きさは上記第１の２進数の
   大きさが上記連続している数のどの範囲に入るかに依存
   し、上記第２の２進数の大きさは上記第１の２進数が入
   ると定められた数の範囲の中の最小数の大きさであり、
   上記減算の結果は上記第１の２進数より実質的に少ない
   ビットを有する第３の２進数であり、これにより上記第
   １の２進数のビットサイズの圧縮を達成する工程と、 記憶される第５の２進数を構成するために上記第３の２
   進数に第４の２進数を付加する工程であつて、上記第２
   の２進数の大きさを示すのに同一のものを用いている上
   記コンピュータシステムに上記第４の２進数が記憶され
   ている上記付加工程と、 を含むことを特徴とする上記方法。 ２）上記第３の数が圧縮から解かれ、且つ 上記メモリから上記第５の２進数を読み出す工程と、 上記第５の２進数から上記第４の２進数を読み出してこ
   れから上記第２の２進数の値を求める工程と、 上記第１の２進数を得るために上記第３の２進数に上記
   第２の２進数を加算する工程と、を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）第１の部分及び第２の部分を含む圧縮された２進数
   から、問題の第１の２進数を検索する方法であつて、上
   記第１の部分が圧縮を示す上記方法において、 上記の圧縮された２進数の上記第１の部分を読出す工程
   と、 上記の圧縮された２進数の上記第１の部分に応答する第
   ２の２進数を調べる工程と、 問題の上記第１の２進数を得るために上記の圧縮された
   ２進数の上記第２の部分に上記第２の２進数を加算する
   工程と、 を含むことを特徴とする上記方法。 ４）第１の２進数から第２の２進数を減算して第３の２
   進数を得て、次に上記第２の２進数の値を示す２進ビッ
   トを上記第３の２進数に付加して、圧縮された形式にあ
   る上記第１の２進数である第４の２進数を得ることによ
   り、達成されたその圧縮された２進形式から第１の２進
   数を検索する方法において、 上記第４の２進数から上記の付加された２進ビットを読
   み出す工程と、 上記の付加された２進ビットに応答する上記第２の２進
   数を調べる工程と、 上記第１の２進数を得るために上記第３の２進数に上記
   第２の２進数を加算する工程と、を含むことを特徴とす
   る上記方法。 ５）任意の形のデータを表わす第１の２進数を圧縮する
   ための方法において、 上記第１の２進数から第２の２進数を減算する工程であ
   つて、上記減算の結果は、上記第１の２進数より少ない
   ビットを有する第３の２進数であり、これにより上記第
   １の２進数のビットサイズの圧縮を達成する工程を含む
   ことを特徴とする上記方法。 ６）上記第１の２進数を得るために、第５の２進数の一
   部である上記第３の２進数の圧縮を解くのに用いられる
   べき上記第２の２進数の値を示す第４の２進数を上記第
   ３の２進数に付加して上記第５の２進数を構成する工程
   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５の２進数の一部である上記第３の２進数は
   上記第１の２進数を得るために圧縮を解かれ、且つ 上記第５の２進数から上記第４の２進数を読み出し、こ
   れから上記第２の２進数の値を求める工程と、 上記第１の２進数を得るために上記第３の２進数に上記
   第２の２進数を加算する工程と、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。 ８）任意の形のデータを表わす第１の２進数を圧縮する
   ための方法において、 第２の２進数を用いて上記第１の２進数に数学的機能を
   実行する工程であつて、上記数学的機能の結果が、上記
   第１の数より少ないビットを有する第３の２進数であり
   、これにより上記第１の２進数のビットサイズの圧縮を
   達成する工程を含むことを特徴とする上記方法。 ９）上記第１の２進数を得るために、第５の２進数の一
   部である上記第３の２進数の圧縮を解くのに用いられる
   べき上記第２の２進数の値を示す第４の２進数を上記第
   ３の２進数に付加して上記第５の２進数を構成する工程
   を更に含むことを特徴とする特許請求の範囲第８項に記
   載の方法。 １０）上記第５の２進数の一部である上記第３の２進数
   は上記第１の２進数を得るために圧縮を解かれ、且つ、 上記第５の２進数から上記第４の２進数を読出し、これ
   から上記第２の２進数の値を求める工程と、 上記第３の２進数の圧縮を解き、上記第１の２進数を得
   るために上記第２の２進数でもつて上記第３の２進数を
   数学的に演算する工程と、を含むことを特徴とする特許
   請求の範囲第９項に記載の方法。