JPH0219938A - ファイル管理システム - Google Patents
ファイル管理システムInfo
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- JPH0219938A JPH0219938A JP63168981A JP16898188A JPH0219938A JP H0219938 A JPH0219938 A JP H0219938A JP 63168981 A JP63168981 A JP 63168981A JP 16898188 A JP16898188 A JP 16898188A JP H0219938 A JPH0219938 A JP H0219938A
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
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〕
この発明は、情報処理装置のファイル管理システムに関
するものである。
するものである。
第５図は例えば共立出版、石田晴久著ｒＵＮＩＸＪ第７
章”ＵＮＩＸファイルシステムの内部構成”に示された
従来の空きブロックのファイル管理システムの説明図で
あシ、図において、ｔは空きブロック群をリスト構造で
管理するための先頭リストを示す空きブロックリストヘ
ッダ、２は最大Ｎ（Ｎ＝５０）個の空きブロックのアド
レスを保持するためのリスト、３はリスト２中に保持さ
れているアドレスの個数Ｆを格納するエリア、４は次の
リストを示すポインタを格納するエリア（次のリストが
存在しないときは終端マークとしてφを格納）、５は空
きブロックのアドレスを格納するエリア、６は使用中の
ブロックが不要になったとき、すなわち、新しい空きブ
ロックができると、そのアドレスを記入できるＮ−Ｆ個
のエリア、Ｔはエリアによって示される空きブロックで
ある。
章”ＵＮＩＸファイルシステムの内部構成”に示された
従来の空きブロックのファイル管理システムの説明図で
あシ、図において、ｔは空きブロック群をリスト構造で
管理するための先頭リストを示す空きブロックリストヘ
ッダ、２は最大Ｎ（Ｎ＝５０）個の空きブロックのアド
レスを保持するためのリスト、３はリスト２中に保持さ
れているアドレスの個数Ｆを格納するエリア、４は次の
リストを示すポインタを格納するエリア（次のリストが
存在しないときは終端マークとしてφを格納）、５は空
きブロックのアドレスを格納するエリア、６は使用中の
ブロックが不要になったとき、すなわち、新しい空きブ
ロックができると、そのアドレスを記入できるＮ−Ｆ個
のエリア、Ｔはエリアによって示される空きブロックで
ある。
次に動作について説明する。ＵＮＩＸシステムのファイ
ルの初期化、すなわち、フォーマツティング時において
、ファイルシステムは第６図に示すような管理用エリア
１１（スーパブロック１１ａ。
ルの初期化、すなわち、フォーマツティング時において
、ファイルシステムは第６図に示すような管理用エリア
１１（スーパブロック１１ａ。
ｉノードの集まυであるｉリスト１１ｂからなる）を設
けて、ユーザエリア１２を全て空きブロック（固定サイ
ズ５１２バイト）として、第５図に示すリスト構造を生
成して空きブロックを管理する。
けて、ユーザエリア１２を全て空きブロック（固定サイ
ズ５１２バイト）として、第５図に示すリスト構造を生
成して空きブロックを管理する。
このスーパブロックＩｌａには、第５図の空きブロック
リストヘッダ１が格納され、ユーザエリア１２の各ブロ
ックは空きブロック７に対応している。
リストヘッダ１が格納され、ユーザエリア１２の各ブロ
ックは空きブロック７に対応している。
次にホストマシンがファイル書き込みに当たって、ブロ
ック割当てを要求した場合の動作について説明する。ホ
ストマシンがデータ長Ｘバイトのデータの書き込みを要
求すると、ファイルシステムは第７図の７０−チャート
にしたがって、必要ブロック数Ｋに対応する空きブロッ
クアドレス（Ｎ個）を返すことで、そのブロック割当て
を行っている。
ック割当てを要求した場合の動作について説明する。ホ
ストマシンがデータ長Ｘバイトのデータの書き込みを要
求すると、ファイルシステムは第７図の７０−チャート
にしたがって、必要ブロック数Ｋに対応する空きブロッ
クアドレス（Ｎ個）を返すことで、そのブロック割当て
を行っている。
すなわち、ステップＳＴＩで必要とする空きプロＦは第
ｉリストにおいて、管理している空きブロック数）とし
て算出し、空きブロックリストヘッダ１の示すリスト２
を第ｉリストにセットする。
ｉリストにおいて、管理している空きブロック数）とし
て算出し、空きブロックリストヘッダ１の示すリスト２
を第ｉリストにセットする。
次いで、ステップＳＴ２でホストマシンが第ｉリストに
アクセスして、ステップＳＴ３でＦ−Ｋ＞０の判断を行
い、Ｆ−Ｋ＞０のとき、ステップＳＴ４に移行する。
アクセスして、ステップＳＴ３でＦ−Ｋ＞０の判断を行
い、Ｆ−Ｋ＞０のとき、ステップＳＴ４に移行する。
このステップＳＴ４において、リスト２中に保持されて
いるアドレスの個数Ｆを格納するエリア３の値の更新を
行い、ＦをＦ−にとし、ステップＳＴ５で空きブロック
のアドレスを格納するエリア５のボトム方向からに個の
空きブロックアドレスをホストマシンに通知する。
いるアドレスの個数Ｆを格納するエリア３の値の更新を
行い、ＦをＦ−にとし、ステップＳＴ５で空きブロック
のアドレスを格納するエリア５のボトム方向からに個の
空きブロックアドレスをホストマシンに通知する。
また、ステップＳＴ３において、Ｆ−Ｋ＞０でない場合
には、ステップＳＴ６に移行し、エリア５のボトム方向
からＦ個の空きブロックアドレスをホストマシンに通知
し、ステップＳＴ７で第ｉリストのエリア４のポインタ
を示すリストを次の第１リストとし、ステップＳＴ８で
必要ブロック数にの値を更新してＫをに−Ｆとし、ステ
ップＳＴ２に戻る。
には、ステップＳＴ６に移行し、エリア５のボトム方向
からＦ個の空きブロックアドレスをホストマシンに通知
し、ステップＳＴ７で第ｉリストのエリア４のポインタ
を示すリストを次の第１リストとし、ステップＳＴ８で
必要ブロック数にの値を更新してＫをに−Ｆとし、ステ
ップＳＴ２に戻る。
従来のファイル管理システムは以上のように構成されて
いるので、必要ブロック数に個は確保されるものの、そ
のブロックアドレスが連続アドレスになっていないため
、データの書き込み時にに回のアクセスを必要とし、逆
にこのファイル管理システムで書き込まれたデータを読
み込むためには、Ｋ回のアドレスを必要とするなど、高
速処理に向かない問題点があった。
いるので、必要ブロック数に個は確保されるものの、そ
のブロックアドレスが連続アドレスになっていないため
、データの書き込み時にに回のアクセスを必要とし、逆
にこのファイル管理システムで書き込まれたデータを読
み込むためには、Ｋ回のアドレスを必要とするなど、高
速処理に向かない問題点があった。
この発明は上記のような問題点を解消するためになされ
たもので、１回のアクセスで書き込みまたは読み込みが
可能なように連続した空きブロックをホストマシンに返
すことができ、高速処理が可能なファイル管理システム
を得ることを目的とする。
たもので、１回のアクセスで書き込みまたは読み込みが
可能なように連続した空きブロックをホストマシンに返
すことができ、高速処理が可能なファイル管理システム
を得ることを目的とする。
この発明によるファイル管理システムは、ファイルの初
期化時にファイルシステムで規定されたブロック長とそ
の個数を管理する連続ブロック管理表を付加するかある
いは個々の空きブロックヘッダ群を設けるようにしたも
のである。
期化時にファイルシステムで規定されたブロック長とそ
の個数を管理する連続ブロック管理表を付加するかある
いは個々の空きブロックヘッダ群を設けるようにしたも
のである。
この発明における連続ブロック管理表または空きブロッ
クヘッダ群はファイルの初期化時にホストマシンによ）
アクセスされ、アドレスの連続性を保持しつつ空きブロ
ックをプリフォーマツティングし、その所定のブロック
長を満たすブロックアドレスをホストマシンに返すもの
である。
クヘッダ群はファイルの初期化時にホストマシンによ）
アクセスされ、アドレスの連続性を保持しつつ空きブロ
ックをプリフォーマツティングし、その所定のブロック
長を満たすブロックアドレスをホストマシンに返すもの
である。
以下、この発明の一実施例を図について説明する。第１
図において、１はサイズ（ｍＸＢＬ）の空きブロック群
をリスト構造で管理するための先頭リストを示す空きブ
ロックリストヘッダ、２は最大Ｎ個の空きブロック（サ
イズｍＸＢＬ）のアドレスを保持するためのリスト、３
はリスト２の中に保持されているアドレスの個数Ｆを格
納するエリア、４は次のリストを示すポインタを格納す
るエリア（次のリストが存在しないときは終端マークと
してφを格納）、５はサイズ（ｍＸＢＬ）の空きブロッ
クのアドレスを格納するエリア、６は使用中のブロック
が不要になったとき、すなわち、新しいサイズ（ｍＸＢ
Ｌ）の空きブロックができるとそのアドレスを記入でき
るエリア、ＩはサイズＢＬの空きブロック、同様に８は
サイズ２ＢＬの空きブロックである。
図において、１はサイズ（ｍＸＢＬ）の空きブロック群
をリスト構造で管理するための先頭リストを示す空きブ
ロックリストヘッダ、２は最大Ｎ個の空きブロック（サ
イズｍＸＢＬ）のアドレスを保持するためのリスト、３
はリスト２の中に保持されているアドレスの個数Ｆを格
納するエリア、４は次のリストを示すポインタを格納す
るエリア（次のリストが存在しないときは終端マークと
してφを格納）、５はサイズ（ｍＸＢＬ）の空きブロッ
クのアドレスを格納するエリア、６は使用中のブロック
が不要になったとき、すなわち、新しいサイズ（ｍＸＢ
Ｌ）の空きブロックができるとそのアドレスを記入でき
るエリア、ＩはサイズＢＬの空きブロック、同様に８は
サイズ２ＢＬの空きブロックである。
また、１０はこの発明によって付加されたもので、最小
ブロック長をＢＬとすると、上から順にサイズＢＬ、２
ＢＬ、３ＢＬ、−・−で第ｍ番目ではｍ ＸＢ Ｌの各
サイズごとの空きブロックリストヘッダ１を格納する連
続プロンク管理表である。
ブロック長をＢＬとすると、上から順にサイズＢＬ、２
ＢＬ、３ＢＬ、−・−で第ｍ番目ではｍ ＸＢ Ｌの各
サイズごとの空きブロックリストヘッダ１を格納する連
続プロンク管理表である。
なお、第２図の１１は管理用エリア、１１ａはス−／＜
ブロック、１１ｂは１リスト、１２はユーザエリアで
ある。
ブロック、１１ｂは１リスト、１２はユーザエリアで
ある。
次に動作について説明する。ファイルの初期化動作では
、第２図に示すユーザエリア１２を均一サイズでなく、
最小ブロックサイズＢＬの整数倍ごとでかつ連続エリア
に分割してサイズ（ｍＸＢＬ）ごとのリスト構造として
初期化するものである。
、第２図に示すユーザエリア１２を均一サイズでなく、
最小ブロックサイズＢＬの整数倍ごとでかつ連続エリア
に分割してサイズ（ｍＸＢＬ）ごとのリスト構造として
初期化するものである。
ここで、各サイズごとにどれだけの個数をプリフォーマ
ツティングするかの情報はプリフォーマツティングのパ
ラメータとして与え、第１図における空きブロックリス
トヘッダ１のリスト２上のエリア３の値の合計値に等し
くなる。
ツティングするかの情報はプリフォーマツティングのパ
ラメータとして与え、第１図における空きブロックリス
トヘッダ１のリスト２上のエリア３の値の合計値に等し
くなる。
次にホストマシンがファイル書き込みに当たってブロッ
ク割当てを要求した場合の動作について説明する。ホス
トマシンがデータ長Ｘバイトのデータの書き込みを要求
すると、ファイルシステムは第３図のフローチャートに
したがって１個の空きブロック（サイズｍＸＢＬ）のア
ドレスを返すことで、そのブロック割当てを行う。
ク割当てを要求した場合の動作について説明する。ホス
トマシンがデータ長Ｘバイトのデータの書き込みを要求
すると、ファイルシステムは第３図のフローチャートに
したがって１個の空きブロック（サイズｍＸＢＬ）のア
ドレスを返すことで、そのブロック割当てを行う。
すなわち、ステップ５ＴＩＩにおいて、必要とする空き
ブロックにのサイズの算出を（−ｉ＋ｘ）として算出す
る。ここで、Ｘはデータ長、ＢＬは最小ブロックサイズ
である。
ブロックにのサイズの算出を（−ｉ＋ｘ）として算出す
る。ここで、Ｘはデータ長、ＢＬは最小ブロックサイズ
である。
次にステップ５Ｔ１２で、連続ブロック管理表１０の第
に番目のブロックサイズＫＸＢＬの空きブロックリスト
ヘッダ１の示すリスト２を第ｉリストにセットする。
に番目のブロックサイズＫＸＢＬの空きブロックリスト
ヘッダ１の示すリスト２を第ｉリストにセットする。
次いで、ステップ５Ｔ１３でホストマシンが第ｉリスト
にアクセスして、ステップ５Ｔ１４で第ｉリストにおい
て管理しているサイズｍＸＢＬの空きブロック数がＦ−
１＞Ｏか否かを判断し、Ｆ−１＞Ｏであれば、ステップ
５Ｔ１５に移る。
にアクセスして、ステップ５Ｔ１４で第ｉリストにおい
て管理しているサイズｍＸＢＬの空きブロック数がＦ−
１＞Ｏか否かを判断し、Ｆ−１＞Ｏであれば、ステップ
５Ｔ１５に移る。
ステップ５Ｔ１５において、エリア３に格納されている
空きブロック数Ｆの値を更新し、ステップ５Ｔ１６でエ
リア５のボトム方向からサイズＫＸＢＬの１個の空きブ
ロックのアドレスをホストマシンに通知する。
空きブロック数Ｆの値を更新し、ステップ５Ｔ１６でエ
リア５のボトム方向からサイズＫＸＢＬの１個の空きブ
ロックのアドレスをホストマシンに通知する。
また、ステップ５Ｔ１４において、第ｉリストにおいて
管理しているサイズｍ Ｘ ＢＬの空きブロック数がＦ
−１＞Ｏでなければ、ステップ５Ｔ１７に移り、第ｉリ
ストのエリア４に格納されているポインタの示すリスト
を次の第１リストとする。
管理しているサイズｍ Ｘ ＢＬの空きブロック数がＦ
−１＞Ｏでなければ、ステップ５Ｔ１７に移り、第ｉリ
ストのエリア４に格納されているポインタの示すリスト
を次の第１リストとする。
このようなブロック割当てでは、ファイルの書き込みま
たは読み込みは第１図のアクセスで行える。
たは読み込みは第１図のアクセスで行える。
なお、上記実施例では、各サイズごとの空きブロックリ
ストヘッダ群とまとめて格納する連続ブロック管理表１
０を設けたものを示したが、このような連続ブロック管
理表１０を設けず、リスト構造、すなわち、第４図に示
すように、第１ノード１３にサイズ１の空きブロックリ
ストヘッダ群、第２ノード１４にサイズ２の空きブロッ
クリストヘッダ群、第３ノード１５にサイズ３の空きブ
ロックリストヘッダ群、・・・というようにデータ配置
を行い、各サイズごとの空きブロックリストヘッダ群を
管理しても上記実施例と同様の効果を奏する。
ストヘッダ群とまとめて格納する連続ブロック管理表１
０を設けたものを示したが、このような連続ブロック管
理表１０を設けず、リスト構造、すなわち、第４図に示
すように、第１ノード１３にサイズ１の空きブロックリ
ストヘッダ群、第２ノード１４にサイズ２の空きブロッ
クリストヘッダ群、第３ノード１５にサイズ３の空きブ
ロックリストヘッダ群、・・・というようにデータ配置
を行い、各サイズごとの空きブロックリストヘッダ群を
管理しても上記実施例と同様の効果を奏する。
以上のように、この発明によれば、ファイルの初期化時
に最小ブロックサイズの整数倍サイズごとに空きブロッ
クリストヘッダを連続ブロック管理表で格納するか、あ
るいはノードごとに最小ブロックサイズの整数倍サイズ
ごとの空きブロックリスト群を管理するように構成した
ので、ブロック割当てされたファイルのアクセスは１回
で行えるため、リアルタイム処理などの高速アクセスを
実現できる効果がある。
に最小ブロックサイズの整数倍サイズごとに空きブロッ
クリストヘッダを連続ブロック管理表で格納するか、あ
るいはノードごとに最小ブロックサイズの整数倍サイズ
ごとの空きブロックリスト群を管理するように構成した
ので、ブロック割当てされたファイルのアクセスは１回
で行えるため、リアルタイム処理などの高速アクセスを
実現できる効果がある。
第１図はこの発明の一実施例によるファイル管環システ
ムの説明図、第２図は同上実施例におけるファイルの初
期化を説明するためのディスクの内部構成図、第３図は
同上実施例におけるファイル憂き込み時のブロック割当
ての動作の流れを示すフローチャート、第４図はこの発
明の他の実施例によるファイル管理システムにおけるリ
スト構造で各サイズごとの空きブロックリストヘッダ群
の説明図、第５図は従来のファイル管理システムの説明
図、第６図は従来のファイル管理システムにおけるファ
イルの初期化を説明するためのディスクの内部構成図、
第７図は従来のファイル管理システムにおけるファイル
書き込み時のブロック割当ての動作の流れを示すフロー
チャートである。 １は空きブロックリストヘッダ、２はリスト、３〜６は
エリア、Ｔ、８は空きブロック、１０は連続ブロック管
理表、１３は第１ノード、１４は第２ノード、１５は第
３ノード。 なお、図中、同一符号は同一 又は相当部分を示す。 ５１２Ｂ 手 続 補 正 書 （自 発）
ムの説明図、第２図は同上実施例におけるファイルの初
期化を説明するためのディスクの内部構成図、第３図は
同上実施例におけるファイル憂き込み時のブロック割当
ての動作の流れを示すフローチャート、第４図はこの発
明の他の実施例によるファイル管理システムにおけるリ
スト構造で各サイズごとの空きブロックリストヘッダ群
の説明図、第５図は従来のファイル管理システムの説明
図、第６図は従来のファイル管理システムにおけるファ
イルの初期化を説明するためのディスクの内部構成図、
第７図は従来のファイル管理システムにおけるファイル
書き込み時のブロック割当ての動作の流れを示すフロー
チャートである。 １は空きブロックリストヘッダ、２はリスト、３〜６は
エリア、Ｔ、８は空きブロック、１０は連続ブロック管
理表、１３は第１ノード、１４は第２ノード、１５は第
３ノード。 なお、図中、同一符号は同一 又は相当部分を示す。 ５１２Ｂ 手 続 補 正 書 （自 発）
Claims (1)
- 連続ブロック管理表内に格納された最小ブロック長の整
数倍の各サイズごとの空きブロックリストヘッダ群ある
いは個々の空きブロックリストヘッダ群と、アドレスの
個数を格納するエリアと次のリストを示すポインタを格
納するエリアおよび最小ブロックサイズの整数倍ごとで
連続エリアで分割した複数の空きブロックのアドレスを
格納するエリアとを有し、ファイルの初期化動作時に上
記空きブロックのアドレスを格納するエリアに連続して
空きブロックを保持しかつホストマシンのアクセス時に
上記空きブロックリストヘッダ群の示す番号を上記アド
レスを格納するエリアにセットしてそのアドレスをホス
トマシンに通知するリストとを備えたファイル管理シス
テム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63168981A JPH0219938A (ja) | 1988-07-08 | 1988-07-08 | ファイル管理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63168981A JPH0219938A (ja) | 1988-07-08 | 1988-07-08 | ファイル管理システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0219938A true JPH0219938A (ja) | 1990-01-23 |
Family
ID=15878142
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63168981A Pending JPH0219938A (ja) | 1988-07-08 | 1988-07-08 | ファイル管理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0219938A (ja) |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04350738A (ja) * | 1991-05-28 | 1992-12-04 | Nec Corp | ディスクスペース管理方式 |
| JPH05204725A (ja) * | 1992-01-28 | 1993-08-13 | Casio Comput Co Ltd | ファイル管理装置 |
| JPH0659946A (ja) * | 1992-08-11 | 1994-03-04 | Nec Corp | 動的再配置機能を有する記憶領域管理システム |
| JPH10283230A (ja) * | 1997-03-31 | 1998-10-23 | Nec Corp | ファイルデータ格納装置およびプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| EP0875834A3 (en) * | 1997-04-28 | 1999-07-21 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File system and file management method |
| US7406491B1 (en) | 1999-07-28 | 2008-07-29 | Sharp Kabushiki Kaisha | Disk medium managing method having recording areas predefined on the disk medium as directories |
| DE102011051642A1 (de) | 2010-07-09 | 2012-03-29 | Denso Corporation | Drehende elektrische Maschine mit verbessertem Last-Abwurf-Schutz |
-
1988
- 1988-07-08 JP JP63168981A patent/JPH0219938A/ja active Pending
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04350738A (ja) * | 1991-05-28 | 1992-12-04 | Nec Corp | ディスクスペース管理方式 |
| JPH05204725A (ja) * | 1992-01-28 | 1993-08-13 | Casio Comput Co Ltd | ファイル管理装置 |
| JPH0659946A (ja) * | 1992-08-11 | 1994-03-04 | Nec Corp | 動的再配置機能を有する記憶領域管理システム |
| JPH10283230A (ja) * | 1997-03-31 | 1998-10-23 | Nec Corp | ファイルデータ格納装置およびプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| EP0875834A3 (en) * | 1997-04-28 | 1999-07-21 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File system and file management method |
| US6182088B1 (en) | 1997-04-28 | 2001-01-30 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | File system and file management method |
| US7406491B1 (en) | 1999-07-28 | 2008-07-29 | Sharp Kabushiki Kaisha | Disk medium managing method having recording areas predefined on the disk medium as directories |
| DE102011051642A1 (de) | 2010-07-09 | 2012-03-29 | Denso Corporation | Drehende elektrische Maschine mit verbessertem Last-Abwurf-Schutz |
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