JPS63247848A - デ−タ入出力方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は二次記憶装置と主記憶装置とのデータ入出力方
式に関する。

〔従来の技術〕

従来、固定長プロ・ツク内に格納されたレコードのサイ
ズ拡大が発生し、該当ブロック内に拡大要求を満たす空
きスペースが無かった場合や、新しいレコードの追加に
おいて、目的のブロックに空きスペースが無かった場合
に、以下の方式が採られていた。

（１）充分な空きスペースを持った別のブロックに再格
納する これまで格納されていたブロックにサイズ拡張の予備ス
ペースが無がった場合、そのブロックがら一旦、レコー
ド全体を削除し、サイズ拡張後のレコードが格納可能な
予備スペースを持つ別なブロックを捜して、格納する。

第二図はこの方式の動作を示す図である。

第二図を参照すると、ブロックｎ１に格納されていたレ
コードｒ１のフィールドｆ１のサイズが２０バイトから
２００バイトに拡張されたが、ブロックｎ１の予備スペ
ースは１００バイトしがないため、拡張されたレコード
ｎ１を格納出来ない。

その為、ブロックｎ１から一旦、レコード１−１を削除
し、拡張後のレコードｒ１のレコード長である４８０バ
イト以上の予備スペースを持つブロックとしてブロック
ｎ２が割り当てられ、ブロックｎ２にレコードｒ１が格
納される。従って、この方式では対象レコードのレコー
ドアドレスが変更されることになる。

（２）オーバフロポインタ生成 方式（１）で発生するレコードアドレスの変更を回避す
る為に、元のブロックのレコード位置に制御情報（レコ
ード識別等）とオーバフロポインタだけを残し、レコー
ド実体を充分な空きスペースを持った別のブロックに再
格納する。第三図はこの方式の動作を示す図である。第
三図を参照すると、第二図の例と同様に、ブロックｎ１
に格納されていたレコードｒ１のフィールドｆ１のサイ
ズが２０バイトから２００バイトに拡張されたが、ブロ
ックｎ１の予備スペースは１００バイトシかないため、
拡張されたレコードｒ１を格納出来ない。そこで、拡張
されたレコードｒ１を格納出来る空きブロックを捜し、
レコードｒ１を新しいブロックｎ２に格納する。その後
、ブロックｎｌ中のレコードｒ１をレコードヘッダｒｈ
ｌとブロックｒ２中のレコードｒ１を指すオーバフロポ
インタｐｔｒｌだけから構成されるレコードに縮小する
。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述した従来方式（１）では、目的レコードのブロック
アドレスが変更されることになり、目的レコードが既存
レコードの場合で、他のレコードが目的レコードのアド
レスを持っている場合、それらのレコードの変更も必要
になり、処理を繁雑になる。第四図（ａ）は複数のレコ
ードが変更対象レコードのアドレスを持っていた場合の
影響について示している。第四図（ａ）を参照すると、
レコードＸ１のアドレスが１００から２００に変更され
ることによって、レコードｘ１のアドレスを持つ、レコ
ードａ１の次方向ポインタ４０１とレコードＸ２の前方
向ポインタ４０２及びレコードｂ１の次方向ポインタ４
０３とレコードｘ４の前方向ポインタ４０４を同時に変
更しなければならないことを示している。

また、目的レコードが親子関係にある複数の子レコード
を持っていた場合、目的レコードを削除する時、関係す
る子レコードの削除も必要になり、その親子関係を復元
する為の手続きが繁雑になり、処理オーバヘッドが増大
するという欠点がある。

第四図（ｂ）は目的レコードが複数の子レコードを持っ
ている例を示している。第四図（ｂ）を参照すると、レ
コードｙ１の変更の為に格納ブロックがブロックＢ１か
らブロックＢ２へ変更になり、レコードｙ１の子レコー
ドであるｚｌ、ｚ２．ｚ３、ｚ４も同時にレコードｙ１
が新たに格納されたブロックに移されている。

従来方式（２）ではブロックアドレスが変わることから
来る、従来方式（１）が持つ欠点が解消されるが、レコ
ードの格納またはサイズ拡大でオーバフロが発生した場
合、それらのレコードを処理する為に、一旦オーバフロ
ポインタのみを持つレコードをアクセスし、そこで得ら
れたオーバフロポインタで再度実レコードをアクセスす
るという特別のアクセス方法を導入する必要がある為、
レコードの処理手続きが複雑になるという欠点がある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明のデータ入出力方式は、レコードのアクセス要求
で指定されるブロック番号を持つ第一のブロック領域、
この第一のブロック領域でオーバフロが発生した場合に
前記第一のブロックからリンクして使われる第二のブロ
ック領域を持つファイルと、該ファイルの第一のブロッ
ク領域のブロック番号で、ブロックの入力要求が発行さ
れた時、第一のブロック領域をアクセスし、該ブロック
が第二のブロック領域へのポインタを持っている場合に
は、第二のブロック領域もアクセスし、第一のブロック
領域から入力した一個のブロックと、第二のブロック領
域から入力された任意器のブロックを連結した、一つの
論理ブロックとして主記憶上に展開するブロック入力部
料、バッファ上の論理ブロックとファイル上のブロック
の関係を記録した論理ブロック管理テーブルを備えた入
出力がバッファと、前記入出力バッファ上に展開された
論理ブロックにレコード追加の為の空き領域が無くなっ
たとき、第二のブロック領域から空きブロックを割り当
てると共に、入出力バッファ上の該論理ブロックに１ブ
ロック分の領域を追加し、対応する論理ブロック管理テ
ーブルを変更するブロック拡張部と、論理ブロックを、
主記憶上の入出力バッファから二次記憶装置上のファイ
ルへ書き出す要求が出た時、論理ブロック管理テーブル
に従って、一つの論理ブロックを、第一のブロック領域
と第二のブロック領域に分解して書き出すブロック出力
部とから成ることを特徴とする。

〔実施例〕

以下、本発明を図面を参照して詳細に説明する。

第一図は、本発明の一実施例を示す機能ブロック図であ
る。この方式は、第一のブロック領域１１と第二のブロ
ック領域１２とをもったファイル１と、主記憶上に論理
ブロックを展開する入出力バッファ２と、ブロック入力
要求が発行された時、第一のブロック領域と第二のブロ
ック領域から必要なブロックを読み込み、入出力バッフ
ァ上に論理ブロックとして展開するブロック入力部１０
と、バッファ上の論理ブロックとファイル上のブロック
との関係を記録した論理ブロック管理テーブル３と、レ
コードの追加やサイズ拡張によって、バッファ上に展開
された論理ブロックのスペース不足が発生した場合に、
論理ブロックのサイズ拡張を行うブロック拡張部２０と
、バッファ上の論理ブロックをファイル１に出力するブ
ロック出力部３０を備えている。

以下、この方式の動作をブロック入力処理、ブロック拡
張処理、ブロック出力処理に分けて順次説明する。

■、ブロック入力処理 第五図は第一図のブロック入力部の概念を示す図である
。ブロック入力部１０が論理ブロックしＢ１の入力要求
を受は収ると、第一のブロック領域のブロックＢ１０と
、第二のブロック領域のブロックＢｌｌ、Ｂ１２をアク
セスし、入出力バッファ２上に論理ブロックＬＢＩとし
て展開する。

第八図はブロック入力部１０の処理内容を示すフローチ
ャートである。以下にこのフローの流れに沿って説明す
る。

ブロック入力部１０は、第一のブロック領域内の特定の
ブロック番号を指定したブロック入力要求を受は取ると
、入出力バッファ２上に１ブロック分のスペースを確保
して（ステップ８０１）、最初に第一のブロック領域内
の指定されたブロックを入出力バッファ２に読み込む（
ステップ８０２）。その後、該当ブロックのブロックヘ
ッダを参照し、このブロックがオーバフロブロックを持
っている（第二のブロック領域へのポインタを持ってい
る）か否かを判定する（ステップ８０３）。

第六図はブロックヘッダの内容を示す図であり、各ブロ
ックを一意に識別できるブロック番号６゜１、該当ブロ
ックがオーバフロブロックを持つか否かを示すオーバフ
ロ識別６０２およびそのオーバフロブロックのブロック
番号を記録するオーバフロポインタ６０３が含まれてい
る。

ブロックヘッダ中のオーバフロ識別６０２がゼロであっ
た場合、このブロックはまだオーバフロブロックを持っ
ていないことになるので、ブロック入力処理を終了する
。オーバフロ識別６０２にゼロ以外が設定されていた場
合、オーバフロブロックを持っていることを意味する為
、オーバフロ識別６０２で示される個数分のバッファ領
域を、入出力バッファ上に最初に確保した１ブロック分
のスペースの直後に確保（ステップ８０４）した後、オ
ーバフロポインタ６０３を参照しながら、必要個数分の
第二のブロック内のブロックを人出カバッファ２に読み
込み、ブロックヘッダ中のオーバフロ識別がゼロになる
までこの処理を繰り返す（ステップ８０５）。リンクさ
れた全てのブロックの読み込みを終了した段階で、ブロ
ック入力部１０の処理を終了する。ブロック入力部１０
は、ブロック入力処理過程で、入出力バッファ２に展開
された論理ブロックと、ファイル中のブロックとの関係
を記録する為に論理ブロック管理テーブル３を作成する
。第七図は論理ブロック管理テーブル３の形式を示す図
である。第七図を参照すると、論理ブロック管理テーブ
ル３には、各論理ブロックのバッファアドレスを示すバ
ッファポインタ７０１と、有効ブロック数を示すブロッ
ク個数７０２、論理ブロック内の空きスペースを示すス
ペースサイズ７０３及び第一のブロック領域のブロック
番号（ブロック番号１）７０４、第二のブロック領域の
ブロック番号（ブロック番号２〜ブロツク番号ｎ）７０
５が記録されている。

■、ブロック拡張処理 入出力バッファ２上に展開された論理ブロックでレコー
ドの修正／追加を行う際に、ブロック内の空きスペース
が足りなくなると、ブロック拡張部が呼ばれる。第九図
はブロック拡張部２０の処理内容を示すフローチャート
である。

ブロック拡張部２０は、最初にファイル１中の第二のブ
ロック領域１２から利用可能なブロックを捜しくステッ
プ９０１）、そのブロックを使用中にする（ステップ９
０２）と共に、該当論理ブロックの論理ブロック管理テ
ーブル３（第七図参照）に、ブロック番号を追加し、有
効ブロック数を更新する（ステップ９０３）。その後、
該当論理ブロックのバッファ領域と連続してｌブロック
分のバッファ領域を追加して（ステップ９０４）処理を
終了する。

■、ブロックの出力処理 通常のバッファ管理やレコードアクセス処理の終了等に
よって、入出力バッファ２上の論理ブロックを二次記憶
装置上のファイルへ出力する必要が生じると、ブロック
出力部３０が呼ばれる。ブロックの出力処理は該当ブロ
ックの有効データを判定し、バッファ上に展開されてい
る論理ブロックイメージを、第一のブロック領域と、第
二のブロック領域に分解して出力する。この時、レコー
ドの削除やレコードの移動によって、該当ブロックに１
ブロック以上の空きスペースが発生していた場合、その
部分に該当する第二のブロック領域は空きブロックとし
て解放される。第五図に例示されている論理ブロックＬ
Ｂ２でこの動作を説明すると、論理ブロックＬＢ２の入
力時には、第一ブロック領域のブロックＢ２０と第二の
ブロック領域のブロックＢ２１から展開されていたが、
その後の更新によって、有効データが第一のブロック領
域のブロックＢ２０だけで足りた場合、論理ブロックＬ
Ｂ２の出力処理で、第二のブロック領域のブロックＢ２
１が解放され、第一のブロック領域の８２０だけが書き
戻される。

第十図はブロック出力部３０の制御を示すフローチャー
トである。ブロック出力部３０は入出力バッファ２上に
ある論理ブロックの出力要求を受は取ると、論理ブロッ
ク管理テーブル３中の利用可能スペースをチェックしく
ステップ１００１）、ブロックの解放処理が必要か否か
をチェックする。

解放する必要がある場合、論理ブロック管理テーブル３
の最下位エントリから、利用可能スペースがブロックサ
イズを下回るエントリまで、解放処理を繰り返す（ステ
ップ１００２）。解放処理が終了すると、論理プロ・ツ
ク管理テーブル３の最上位エントリを、第一ブロック領
域の対応ブロックに出力する（ステップ１００３）。そ
の際、論理ブロック管理テーブル３の第二エントリ以下
に有効エントリがある場合は、第一ブロック領域の対応
ブロックのブロックヘッダのオーバフロポインタに第二
エントリに示されるブロック番号と、オーバフロ識別に
第二エントリ以下の有効エントリ数を設定する。第二エ
ントリ以下が存在しない場合はオーバフロポインタ及び
オーバフロ識別にゼロが設定される。

第二エントリ以下が存在した場合、次のエントリのブロ
ック番号をブロックヘッダのオーバフロポインタに設定
し、第ニブロック領域の該当ブロックに出力する処理を
、有効エントリが終了するまで繰り返す（ステップ１０
０４）。

〔発明の効果〕

本発明は以上説明したように、レコードの新規追加や、
既存レコードのサイズ拡張時に、指定されたブロック番
号に対応するブロックに空きスペースが無くとも、該当
レコードに割り当てたブロック番号を変更することなく
、レコードの追加、サイズ拡張を可能にし、且つ、同一
のブロック番号でアクセスされるレコードが物理的には
別ブロックに格納されてもバッファ上では一つのブロッ
クに格納されているように汲える為、従来までの欠点と
されていた、格納ブロック番号が変更されることによる
他のレコードの変更処理を不要に出来るという効果、及
び格納ブロックが分散することから来る繁雑な処理が不
要になるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第一図は本発明の一実施例を示すブロック図である。第
二図と第三図は従来例の説明図、第四図は従来例でのレ
コード関係の一例を示す説明図である。第五図は本発明
の動作の概要を示す説明図、第六図は本発明の一実施例
でのブロックヘッダの構成図、第七図は本発明の一実施
例での論理ブロック管理テーブルの構成図である。第八
図、第九図、第十図は第一図中のブロック入力部、ブロ
ック拡張部、ブロック出力部のフローチャートである。 １・・・二次記憶装置上のファイル、１１・・・ファイ
ル中の第一のブロック領域、１２・・・ファイル中の第
二のブロック領域、２・・・入出力バッファ、３・・・
論理ブロック管理テーブル、１ｏ・・・ブロック入力部
、２０・・・ブロック拡張部、３０・・・ブロック出力
第二図 ｖＩ、−図 ルト了

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. レコードのアクセス要求で指定されるブロック番号を持
   つ第一のブロック領域、この第一のブロック領域でオー
   バフロが発生した場合に前記第一のブロックからリンク
   して使われる第二のブロック領域を持つファイルと、該
   ファイルの第一のブロック領域のブロック番号で、ブロ
   ックの入力要求が発行された時、第一のブロック領域を
   アクセスし、該ブロックが第二のブロック領域へのポイ
   ンタを持っている場合には、第二のブロック領域もアク
   セスし、第一のブロック領域から入力した一個のブロッ
   クと、第二のブロック領域から入力された任意個のブロ
   ックを連結した、一つの論理ブロックとして主記憶上に
   展開するブロック入力部と、バッファ上の論理ブロック
   とファイル上のブロックの関係を記録した論理ブロック
   管理テーブルを備えた入出力がバッファと、前記入出力
   バッファ上に展開された論理ブロックにレコード追加の
   為の空き領域が無くなったとき、第二のブロック領域か
   ら空きブロックを割り当てると共に、入出力バッファ上
   の該論理ブロックに１ブロック分の領域を追加し、対応
   する論理ブロック管理テーブルを変更するブロック拡張
   部と、論理ブロックを、主記憶上の入出力バッファから
   二次記憶装置上のファイルへ書き出す要求が出た時、論
   理ブロック管理テーブルに従って、一つの論理ブロック
   を、第一のブロック領域と第二のブロック領域に分解し
   て書き出すブロック出力部とから成ることを特徴とする
   データ入出力方式。