JPS61262836A - レコ−ド処理方式 - 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】 攻蒲カー野 本発明はし」−ド処理Ｉノ式に関し、特にデータ処理シ
ステムにおｔ−Ｊるブロック化された可変長レコードの
処理に関するものである。

従来技Ｑｉ 従来、この種の１［１ツク化された可変長レコードの処
理方式においては、ブ［１グラ１８からのレコードの削
除要求に対して、レコードの存在した領域を空き領域と
はせずに、削除要求のあったレコードＪ：り論理的に後
のレコードを移動し、ブロック内のレコード間に空き領
域がないようにし−Ｃいた。

また、レコードの挿入に対しては、ブロック内でのレコ
ードの論理類と物理類を対応させるために、し：］−ド
を挿入すべきブ【］ツクを探索後、ブロック内のレコー
ドの論理類にレコードを探索し、挿入すべき論理位置が
見つかったら、挿入１べきレコード上り論理的に後のレ
コードの物理位置を移動さＵ、挿入１べき連続した空き
領域を確保し、そこに新たにレコードを挿入していた。

また、プログラムで゛は、−石アタセスしたしＸｌ−ド
のアドレスを記憶し−Ｃい（、再びアクレス゛りること
があるが、Ｌ記のよう（Ｊルー−１−ドの削除や挿入に
Ｊ、って、だれらの７′ドレスを記憶しているレコード
のアドレスが変わることがある。そのどき、その情報を
Ｊ［−１グラムに通知しイＴいど、）アドレスにＪ−っ
て再度アクセス要求があった場合、仙作が不正にイする
ことがあった。

ト述した従来のブロック化されＩζ可可変１ノ：１−ド
の処理においては、レコードの挿入や削除の要求ごとに
、し」−ドの移動が光生りることになり、不必要なレコ
ードの移動や、し」−ドの移動回数ヤ）、し］−１の移
動けを増やり−という欠員がある。

例えば第１０図において、あるブ［−１ツクＢ１１の中
に存在するレコードＡ、Ｒ，Ｃを順番に削除して、ブ［
１ツクＢ１−１の中のレコードを全て消す場合、従来技
術では、レコードΔの削除の時、レコードＲ，Ｃを移動
し、レコードＢの削除の時、レコードＣを移動Ｊる必要
があった。ぞのため、本来不必要４１レコードの移動が
発生Ｊるという欠点があった。

３１″ｋ、第１１図において、ある／［−１ツク［３１
２の中にレコードＤ、Ｆ’、Ｇが０右し、イのブ１］ツ
クＢ１−２にレコード］−を挿入づる場合、し■ｌ−ド
の論理順を保つためシー１−ド１−１Ｇを移動し、レコ
ードＤどシー１−ド［の間にレニＩ　−１”　Ｆを挿入
する必要があった。ここで、レコード［’）、ＩＥ、Ｆ
。

Ｇのシー１−ド長はイれぞれｈｏ、／１０，１２０゜１
２０バイｌ−とするど、レコード［の挿入のためにレコ
ードＦ、Ｇを７′！０バイ１〜だ【ノ移動しなｉ−Ｊれ
ばなら／、１′いが、レー］−ドの移動の際に、元のレ
コードのイメージを破Ｉ宍しイ１いＪ二うにＪるＩこめ
（こ、Ｊ：ずレーｌ−ドＧのに３．後の４０ハイＩ・の
部分を移動Ｊる。次に、イの空き領域に次の４０バイ１
−を移動ηるという処理を６同行い、し」−ド「の挿入
のための領域を６イＣ保し、レコード［を挿入−りると
いう処理を行っていた。つまり、空き（こし／、ｔＧ−
Ｊればならない領域品で、移動させるべき全し■１−ド
艮の和を除しＣ得た回数分の移動処理を行う必要があり
、移動回数が多くなってしまうという欠点があった。

また、従来技術では、し：１−ドの削除や挿入で、第１
０図、第１１図に示したように、レコードＢ。

Ｃ，Ｆ、Ｇの物理位１Ｎの移動が発生し、プログラムが
既にそれらのレコードのアドレスを記憶していた場合、
イのアドレスの変更をプログラムに通知しなければムら
ないという欠点があった。

光」慝ｏＪＬ的 本発明は、ｌ記のような欠点を除去すべくなされたちの
Ｃあり、その目的どするところは、ブ［１ツク内でのレ
ニ１−ドの移動をできるだ（〕削減すると共にし］−１
：削除や挿入等の処理による以降のレコードアドレスの
変更を必要としないレコード処理方式を提供することに
ある。

ル班μｍ恍羞 本発明によるレコード処理方式は、プログラムからのア
クセス要求に従って可変長データレコードをブロック化
してファイルに格納処理Ｊ−るようにしたデータ処理シ
ステムにおけるレコード処理方式であって、その特徴と
するところは、データブロックの所定個所にこのｆ−タ
ブ１１ツク内の各レコー１：′に人々対応しでレー１−
ド記述子格納域を設け、このレコード記述了の各々には
、少イ了＜どｂ対応１ノニ１−ド格納位同情報、各レニ
１−ド記迷子の格納域内にお【−Ｊる物理的順次番号情
報を含ませておき、／［−１グラムからのアクセス要求
に際してこのし丁１−Ｆ記連子内の物理的順次番号情報
及び対応レニ１−ド格納位置情報を参照１）つつレコー
ドアクヒスをな７１’　Ｊ、うにしたことにある。

実−席一例 本発明の実施例について図面を参照して詳細に説明する
。

第１図を参照覆ると、本発明の一実施例は、アクセス要
求解析手段１、ブ１−１ツク解析手段２、し了１−ド探
索手段３、し：１−ド移送Ｔ段４、レコード記述子保守
手段５、空き領域判別手段６、レニ１−ド移動手段７、
ブ［−１ツク読み込み手段８．１［１ツク書き出し手段
９、ブ［１ツタ記憶域１０、フッノイル１１、プ［１ゲ
ラムレ］１−ド処理域１２およびブ［ｌグラムアクセス
要求１３から構成され−Ｃいる。

第２図を参照Ｊるど、可窃艮し１−ドを格納Ｊるブ「１
ツク１３１、ブＩＩツクヘッダ２１、複数のシー１−ド
２２、空き領域２３および複数のし■１−ド記述了２４
から構成されている１、し」−ド配述了２４はし丁コー
ド２２に対１’ａｉ　シて存在し、各レニ］−ド記述子
［’）１　、Ｒ１’）２　、ＲＤ３はぞれぞれシー１−
ドＲ１、Ｒ２、Ｒ３に対応【ノＣいる。

各し園１−ト配述了＋Ｊは、シー１−ド状態情報ど、し
」−ドの良さ情報と、１「１ツク内のレコード格納（１
”ｌ量情報と、し」−ドの論理類を保つための情報どが
含まれている。１日ツク内のし］１−ド記述了２４にＲ
ｒ）１　、Ｒ１’）２　、ＲＤ３の順に順次番ｇをつけ
、ぞの順次番号の関係情報をレニ１−ド記）！Ｒ了２４
の中にもつことにより、し１−ドの論理類を保つ。

ゾ［１ツクヘツダ２１には、ブ［１ツク内の全学き領域
量情報と、ブ［１ツク内の連続空き領域関係（）′ｌ買
情報ど、！［１ツク内の論理的に最初のレコードを得る
ための情報と、１１］ツタの論理類を保つための情報と
が含まれている。ブ［コック内の最初のレニ１−ドを得
るための情報どは、し■１−ド記ｉ！子２４の順次番号
で表現される。

次に本余量の動角についＣ図面を参照Ｌ／−（詳細に説
明する。

まず、プログラムからレコードの参照要求があった場合
の動作を、第１図の各手段の動作を説明しながら第３図
、第４図おＪ、び第５図を参照して詳細に説明り−る。

第１図のアクセス要求解析手段１は、第３図のステップ
３１〜３３においてブ１−１グラムからのアクセス要求
１３を入力し、イの要求を解析し、要求の正富竹の識別
を行う１．ここで異常があれば、ステップ３７の■ラー
処理を行い、アクセス要求は巽常終了づ−る。

第１図のブ［１ツク解析手段２は第３図のステップ３４
にＪメいて要求レニｊ−ドのＶ目ツク蛋；’３（！Ｚ決
定Ｊる。〕［１ツク読込み１段８は、ステップ３５〜３
６においＵＪＩＩツク番号に従っ（〕７フイル１１から
７１’ｉｌツクをブ［１ツクｈ「）憶域１ｏに読込む。

ここで、−、ｆ　ｒ’ｌツク番号どは、ファイルの中Ｃ
ブ［］コックに順次に付されＣいる番号である。ブ「］
コック記憶域１に読込／υだブロックは前述した如く、
第２図のＪ、うな４７．￥成に４１っている。

第１図のレコード探索手段３は、第４図のステップ４１
において、／１１ツク内の論理的に１ｊｉ初のレコード
記述子２４の順次？ｌ’ｔ　号を１ＥＩる（ｊス前のア
クセス要求により、物即的に第１番目のシー１−ドから
第ｎ番目のレニ］−ドが既に削除されＣいる場合が存在
するので、第ｎ　＋ｉ番目のし１−ドを児つけているの
である）。ステップ４２〜４４において、得られた順次
番号を元にして、レコードのブロック内の位買を得て、
論理的に最初のレ−」−ドを兄つけ、ぞのレコードがア
クセス要求と一致しているか判［ｆｉＪる。一致してい
な【）れば、ステップ４５，４６．４２〜４４の手順を
もって要求シー１−ドを見つ【Ｊるのである。一致して
いれば、第１図のレコード移送手段４【よ、第５図のス
テップ５１〜５２において、レコードをブ［１グラムレ
コード処理域に移送Ｊるとともに、レコードのアドレス
もブ［］グラムに通知する。ステップ５３に−〇　− おいて、ｌＩＩグラムには終了通知をする。

このレーＩ−ドアドレスはブ１−１ツタ番号とレコード
記述了２４の順次番号で表現される。このことによって
、Ｊｌ−１ツク内でレコードが移動されても、し」−Ｆ
記述子２４の中のし」−ド格納位冒情報が変更されるだ
（Ｊで、プ１］グラムで記ｇＡｔノー（いるレー］−ド
のアドレスは変更づる必要がない、１次にプ［１グラム
からシー１−トの削除要求があった場合の動作を、第１
図の各手段の動作を説明しながら、第３図、第４図おＡ
、　Ｕ第６図を参照して詳細に説明Ｊる。

アクセス要求の入力、解析お」、び−１［１ツクの読込
みは第３図に示すようになり、レコードの探索は第４図
のようになり、動作の詳細はし１１−ドの参照要求の場
合に説明したものと同様にへる。

レコードが見つかったら、第１図のレコード記述子保守
手段５は、第６図のステップ６１でレコード記述子２４
内のレコード状態を更新して削除レコード状態とし、ス
テップ６２でブロックヘッダ２１の中のブ「１ツク内の
全学ぎ領域にし」−ド長方加える。次に、ステップ６３
でこのシー１−ドの論理的に前後のレー］−ドのレコー
ド記述了２７１内のレコードの論理類を保つための情報
を更新し、この削除要求のあるレコードを論理類にアク
セスできないようにＪる。ステップ６４でこのレコード
のレコード記述子２４を空き状態として再利用可能とす
る。そしＣ１第１図の−１０ツク書出し手段９は、ステ
ップ６５において一１０ツクの書出しを行う。ステップ
６６においＣ１プ［−１グラムには終了通知をＪる。

次に、プログラムからし］１−ドの挿入要求があった場
合の動作を、第１図の各手段の動作を説明しながら、第
３図、第７図および第８図を参照して詳細に説明する。

アク［ス要求の人力、解析おにびし−１−ドの挿入のた
めのブロックの読込み（よ第３図に示すようになり、動
作の詳細はレコードの参照要求の揚台に説明したものと
同様である。

第１図の空ぎ領域判別手段６は、レコードを挿入すべき
ブロックが見つかったら、第７図のステツブ７１におい
（，１１１ツク内にシー１−ドの挿入に必要な空き領域
が存在するかどうか判別し、存在しなＧＪればステップ
゛７２へ・７３で他の７１１ツクを探索し、ブ１１ツク
を読込む。ステップ７４で再びイの一１０ツクに１）−
１−ドの挿入に必要イ１空き領域が存在りるかどうか判
別し、存在し１．’ｃ　ｔＪればステップ７２〜７３の
処理を再び行う。新Ｉこに読込／υだブ１−１ツタに１
ノー」−ドの挿入に必要な空き領域が存在すれば、ステ
ップ７５ｒブ（コックヘッダの中のブ［１ツクの論理類
を保つための情報の更新を行う。

次に、空き領域判別手段６は、第８図のステップ８１に
おいて、ブ［］コックにレコードの挿入に十分（７連続
しＩコ空き領域が存イ１するかどうか判別し、存在すれ
ば、レコード記述子保守手段５は、ステップ８２〜８３
において、ブ１］ツクヘツタの中のブロック内の全空き
領１ａ　ｔＭ情報おにび連続空き領域開始位置情報の更
新を行い、レコード記述子２４の作成を行い、このレコ
ードが論理類に探索できるように、このレコードの論理
的に＾ｊ１後のレコードのレコード記述子２４内のレコ
ードの論理類を保ったＶ）の情報を更新する。

次に、第１図のし」−ド移送手段４は、ステップ８４に
おいてプ［１ゲラムレ］−ド処理域１２からブロック内
のレコードを入れる部分にレコードを移送する。ブロッ
ク書出し手段９は、ステップ８５において、ブロック記
憶域１０内に存在１−るブロックをファイル１１へ古出
す。ステップ８６において、プ［１グラムには終了通知
をする。

ステップ８１において、ブロック内にし］−トガの挿入
に十分な連続した空き領域が存在しなければ、ブロック
内でレコードを移動して連続した空き領域をｆ＋る。

第１図のし」−ド移動手段７は、第８図のステップ８７
〜８つにおいて、ブロック内の全レコードのレコード記
述子２４を取り出し、レコード格納位置順に並び換え、
レコード間に空き領域が存イ１しないようにし：］−ド
をブ［１ツク内でつめて、並び換えＩＣ順番にレコード
を移動し、各シー１−ドのレコード記述子２／Ｉの中の
レコード格納位置情報の更新を行う。全しＹｌ−ドの移
動が完了したら、レコードヘツダ２１の連続空き領域開
始位置情報の更新を行い、その後、ステップ８２〜８６
の処理を行う。

以上本発明の一実施例を詳細に説明したが、レコード記
述子およびブロックヘッダはこの実施例に示した位置に
限定されない。

また、レコード記迷子に関しては、その中にレコード状
態情報、レコードの長さ情報、レコードの格納位置情報
およびレコードの論理類を保つための情報を含んでいる
が、第９図に示すように、レコード配達子を二つに分１
割【ノてレコード記述子２５およびし＝１−ド記述子２
４のよう１こすることもできる。第９図の場合、シー１
−ド格納位置情報をレコード記述子２４に入れ、他はし
１−ド記述子２５に入れるようにすれば良い。

ルー１１ＪＩＩＱ−ダｌ 以十説明したにうに本発明によれば、ブ【］コックされ
た可変長レコードの処理に関し、ブロック内の固定位置
にレコード格納位胃とレコードの長さとシー１−ドの状
態情報を含むレコード記述了を設（Ｊ、プ［１／／ラム
からの削除要求に対しし」−ド記述了のレコード状態情
報の更新のみ行い、シー１−ドの挿入に対しレニ」−ド
の挿入に十分な連続しＩ（空きダ１域がない場合のみ１
）］−ド記）！ｌ（子内のし」−ド格納位間情９１１を
元にしＣレコードの移動量と移動回数どが最小になるよ
うにし１−ド格納位置の順番にレコード記迷子を並び換
え、その順番にしたがって同一ブ「１ツク記憶領域内で
レコードを移動して連続した空ぎ領域を確保し、レコー
ドの論理類をレニ］−ド記述子により保障するようにレ
コードを挿入せしめることにより、レニ］−ドの不必要
な移動を１．ｔ　＜　Ｌ／、レコードの移動が必要４１
揚合でム、その移動回数および移動量を最小にで゛きる
効果がある。

また、プ［１グラムが一度アクセスしたレニ１−ドのア
ドレスを記憶しでいる場合、上記のレコード記述子をも
つことにＪ：す、他のレコードの挿入や削除によって、
既に記憶してるレコードのアドレスの変更が不必要に４
するという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のブロック供回変長しコ１−ド処理方式
の一実施例を示す構成図であり、第２図【ま可変長レコ
ードを含むブ［１ツクの構成例の図、第３図〜第８図は
レコード処理の流れ図、第９図は可変長レコードを含む
ブ［１ツクの他の構成例の図、第１０図および第１１図
は従来技術のデータ処理方式例を示Ｊ図である。 主要部分の符号の説明 １・・・・・・アクセス要求解析手段 ２・・・・・・ブ［１ツク解析手段 ３・・・・・・レコード探索手段 ５・・・・・・レコード記述子保守手段６・・・・・・
空き領域判別手段 １０・・・ブロック記憶域 １１・・・ファイ・ル

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. プログラムからのアクセス要求に従って可変長データレ
   コードをブロック化してファイルに格納処理するように
   したデータ処理システムにおけるレコード処理方式であ
   って、データブロックの所定個所にこのデータブロック
   内の各レコードに夫々対応してレコード記述子格納域を
   設け、このレコード記述子の各々には、少なくとも対応
   レコード格納位置情報、各レコード記述子の格納域内に
   おける物理的順次番号情報を含ませておき、前記プログ
   ラムからのアクセス要求に際して前記レコード記述子内
   の物理的順次番号情報及び対応レコード格納位置情報を
   参照しつつレコードアクセスをなすようにしたことを特
   徴とするレコード処理方式。