JPH0283639A - ファイル作成制御方法 - 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〕 この発明は有意のデータをファイルの形態で記憶する装
置におけるファイル作成制御方法、特に、既に記憶され
ているファイルデータに基づいて新しいファイルデータ
を作成するためのファイル作成制御方法に関する。

［従来の技術］ データを大量に記憶するための装置として、光ディスク
や磁気ディスク等を記憶媒体として用いる記憶装置があ
る。このような記憶装置では、有意のデータはファイル
の形態でディスク記憶媒体に格納される。

このような記憶装置においては、有意のデータがファイ
ル単位で格納されており、ファイルの検索を容易に行な
うためまたファイルの格納を規則的に行なうためのファ
イル管理方式として一般に第５図に示すような方式がと
られている。

第５図を参照して従来のファイル管理構造は、光ディス
クや磁気ディスク等の記憶媒体（以下単にディスクと称
す）の所定領域に設けられるファイル特定用のファイル
名管理テーブル、ファイルの格納領域を示すファイルア
ドレステーブルおよびファイルデータを実際に記憶する
記憶領域とを備える。

ファイル名管理テーブルは、ファイルを特定するために
各ファイルに与えられるファイル名称を格納するファイ
ル名称格納部ａと、ファイル名称格納部に対応して設け
られるファイルアドレステーブルポインタ格納部すとか
ら構成される。ファイル名称とファイルアドレステーブ
ルポインタとはリンクして格納される。ファイルアドレ
ステーブルポインタはファイルアドレステーブルの番地
を指定する。

ファイルアドレステーブルは、ファイル名管理テーブル
に含まれるファイルアドレステーブルポインタに従って
アドレスされる。このファイルアドレステーブルは、各
ファイル対応に設けられており、対応のファイルのデー
タが格納されているディスクの記憶位置を示すディスク
（ブロック）アドレスを格納する。

ファイルデータ記憶領域は、データをブロック単位で格
納し、各ブロックには記憶領域における番地を示すブロ
ックアドレスＣが割当てられている。次にファイルの検
索、読出の動作について簡単に説明する。

ファイル検索時においては、まずファイル特定用のファ
イル名称が記憶装置に与えられる。記ｔα装置において
は、与えられたファイル名と対応するファイル名称を格
納する領域がファイル名管理テーブルにおいて検索され
る。このファイル名管理テーブルにおいて、与えられた
ファイル名と一致するファイル名称格納部ａが求められ
ると、その求められたファイル名称格納部にリンクされ
ているファイルアドレステーブルポインタｂに従ってフ
ァイルアドレステーブルがアクセスされる。

ファイルアドレステーブルは要求されたファイルデータ
を記憶する位置を示すブロックアドレスを格納している
。したがってこのファイルアドレステーブルに格納され
ているブロックアドレスに従って記憶領域・＼アクセス
し、ブロックアドレスに保存されたファイルデータが読
出される。

ファイル書込時においては、ファイル名を与えるととし
にデータ書込指示を与える。記憶装置側においては、デ
ータ書込およびファイル記憶指示に応答してファイル名
称格納部ａに新しく与えられたファイル名を格納すると
ともに、このファイル名にリンクして新たなファイルア
ドレステーブルポインタを設定する。ファイルアドレス
テーブルポインタｂに対応して新たにファイルアドレス
テーブルか設定され、このファイルアドレステーブル内
に、書込まれるべきファイルデータが記憶されるブロッ
クアドレスが格納される。データ書込はこのブロックア
ドレスに従って、アドレスされたディスクのブロックに
対し行なわれる。

［発明が解決しようとする課題］ 上述のように従来のディスクにおいては、保存されるデ
ータに対してはファイルとしての名称が付けられ、その
ファイル名称の指定するファイルと実際に記憶領域内に
記憶されるファイルデータの実体とは１対１の対応関係
を有しており、ファイル管理が単純であるという特徴が
ある。しかしながら、既にディスク内に保存されたファ
イルデータをコピーし、別の新たなファイルデータとし
て利用する場合においては以下のような問題が発生する
。

今、第５図を参照してファイルＡからファイルＢを作成
する場合を考える。ファイルＡはファイルアドレステー
ブルポインタＸＸを有しており、このファイルアドレス
テーブルポインタＸＸにより指定されるファイルアドレ
ステーブルにはブロックアドレス３，５，６．８が格納
されている。

ディスク内のブロックアドレス３にはファイルデータＡ
が格納され、ブロックアドレス５にはファイルデータＢ
が格納され、ブロックアドレス６にはファイルデータＣ
が格納されブロックアドレス８にはファイルデータＤが
格納されている。このファイルＡをコピーしそのデータ
の一部を変更してファイルＢを作る場合、以下のような
動作が行なわれる。まず、コピー指示信号によりファイ
ルＢおよびこのファイルＢにリンクするファイルアドレ
ステーブルポインタＹＹをファイル名管理テーブルに設
定する。この新たに設定されたアドレステーブルポイン
タＹＹによりファイルアドレステーブルが設定される。

このファイルアドレステーブルには、ディスク内の別の
記憶領域を示すブロックアドレス７．９．１０および１
１が格納される。このブロックアドレス７．９，１０．
１１に対応するディスクの記憶領域にはそれぞれファイ
ルＡに対応するファイルデータＡ、Ｂ、ＣおよびＤがそ
れぞれ格納される。この後、このファイルＢを読出し、
ブロックアドレス７．９．１０および１１に格納された
データに対し所要の変更を行なって新たなファイルデー
タＡ’　　　Ｂ’　　　Ｃ’およびＤ′として格納する
。

また別の方法として、ファイルＡのファイルデータＡ、
　　Ｂ、　　ＣおよびＤをすべて主記憶装置上へ読出し
、そこにおいて必要なデータ変更を行なった後、再びこ
の変更されたファイルデータをファイルＢとしてディス
ク内へ格納する手順が行なわれることもある。この場合
においても、最終的にディスク内に駆動されるファイル
データの記憶領域はもとのファイルＡとファイルＢとで
は異なっている。

上述のように従来のデータ管理構造においては、ディス
ク内に既に保存されているデータをもとにして別に新た
なファイル作成用データとして利用する場合、ディスク
の記憶領域内に記憶されているファイルデータの実体を
すべて別の記憶頭域ヘコビーし、その後このコピーされ
たファイルデー夕に対し必要な箇所だけのデータ変更を
行なうという手順、もしくは−旦基礎となるファイルデ
ータを主記憶メモリ上へ読出した後、そこで必要なデー
タ変更を施し、その後ディスク内の別な記憶領域内に保
存するという手順が行なわれている。

したがって、実際にはほんの一部のデータの変更であっ
ても（すなわちたとえばファイルデータＡ。

Ａ’　、Ｂ、Ｂ’　、Ｃ，Ｃ’が完全に同一であり、フ
ァイルデータＤ、　　Ｄ’のみが異なっているような場
合）、ディスクの記憶領域においては、同一のファイル
データを記憶する領域が複数個存在することになり、記
憶領域を無駄に使用しているという場合が生じる。特に
、ファイルのサイズか大きい場合には、ディスクにとっ
て同一ファイルデータを格納する記憶領域が数多く存在
することになり、ディスクにとってはかなり無駄な記憶
領域を使用しているという問題が発生する。また、この
ようなファイルデータ作成方法においては、ファイルの
サイズが大きい場合には、基礎となるファイルデータを
すべて別の記憶領域へ移す必要があるため、ファイルを
コピーするために要する時間が大きくなり、ファイル処
理速度が遅くなるという問題もあった。

上述のように従来のデータ管理構造においては、ディス
ク内に保存されるデータに対しては通常、ファイルとし
ての名称がつけられ、このファイル名称が付されたファ
イルと記憶領域に記憶されているデータの実体とが１対
１の対応関係となり、ファイル管理が単純となる特徴が
ある反面、上述のように、既に保存されているデータを
もとに新たなファイルデータを作成する場合には、記憶
領域の新たな領域にもとの保存されたデータと同一のフ
ァイルデータを格納する領域を設ける必要があるため、
不必要に記ｔα領域を使用するとともに、このコピーに
要する１９間が長くなるという問題かあった。

それゆえ、この発明の１″１的は上述のような従来のデ
ータ作成制御方法の有する欠点を除去し、ディスクの記
憶領域を効率的に使用することができるとともに、デー
タ作成を短時間で行なうことのできるデータ作成制御方
法を提供することである。

［課題を解決するための手段］ この発明にかかるファイル作成制御方法は、ファイルデ
ータのどの部分が多重化して複数のファイルに共有され
ているかを管理するテーブルと、変更斤作に対し、どの
フッイルデータ部分が変更を要求されているかおよびそ
のブロックに対する変更の可否の通知を行なうことので
きる変更管理テーブルとの２つの管理テーブルとを設け
、この２つの管理テーブルの組合わせによりデータ作成
を行なうようにしたものである。なおここで上述の“変
更“という用語は“書込゛という用語にまで拡張可能で
ある。

すなわち、この発明にかかるデータ作成制御方法は、フ
ァイルアドレステーブルに格納されるファイルアドレス
の各々に対応して該アドレスが指定するデータの読出可
能および変更可能を示すリード／ライトコントロールを
リンクして付加するステップと、ファイルデータを格納
する領域の各々に、該データを共有するファイルの数を
示す情報をリンクして付加するステップと、この付加さ
れたリード／ライトコントロールと共有ファイル数情報
とに基づいて新しいファイルを作成するステップとを備
える。

ファイルコピー時においては、新しく作成するファイル
のためのファイルアドレス格納領域を設定するステップ
と、基礎となる保存された第１のファイルのファイルア
ドレス対応に設けられたリード／ライトコントロ−ル に設定するステップと、この基礎となる既に保存されて
いる第１のファイルのファイルアドレス値をすべて新し
く設定されたファイルアドレス格納領域ヘコビーするス
テップと、既に保存されている基礎となるファイルのフ
ァイルデータλ・ｊ応に設けられた共酊ファイル数情報
を１増分するステップとを（ｌｉえる。

データ更新時においては、更新されるべきファイルのり
一ド／ライトコントロールを検索し、検索されたリード
／ライトコントロールが読出可能のみを示している場合
には対応のファイルデータに対し設けられた共有ファイ
ル数情報を検索するステップと、この検索された共有フ
ァイル数情報が１の場合に、対応のファイルアドレスに
設けられたリード／ライトコントロールを読出可能およ
び変更（書込）可能の両状態に変更し、対応のファイル
データにアクセスして所望のデータに変更するステップ
と、上述の検索されたファイル情報が２以上を示してい
る場合、共有ファイル数情報を１減分し、ファイルデー
タ記憶領域を新たにディスク内に設定するとともに新た
に設定されたファイルデータ記憶領域のアドレスにより
、更新されるべきアドレスを上述のファイルアドレステ
ーブルにおいて置換し、かつ置換されたファイルアドレ
スに対応するリード／ライトコントロールを読出可能お
よび書込可能状態に設定し、この後設定された新たなフ
ァイルデータ格納領域へ所望のデータの書込（変更）を
行なうステップとを含む。

［作用］ この発明においては、データ多重管理領域の情報の更新
のみにより、ファイルデータの共有化が行なわれるので
、ディスク内に別の記憶領域を設定しそこに同一のファ
イルデータを格納する必要がない。

データ変更時には、変更されるべきファイルデータのみ
か変更管理領域の情報に従ってディスク内の新たな記憶
領域に格納され、更新される。

［発明の実施例］ 第１図はこの発明の一実施例であるファイル作成制御方
法を示す図であり、２つのファイルに対するファイル管
理構造か一例として示される。

第１図を参照してこの発明の一実施例であるファイル制
御方法に用いられるファイル管理構造は、ファイルアド
レステーブルの各アドレス格納領域に対応して設けられ
るリード／ライトコントロールｄと、ディスク内のファ
イルデータ記憶領域の記憶＋１を位（図においては１ブ
ロツク）対応に設けられる多重アクセス管理テーブルと
を備える。

リード／ライトコントロールは対応のブロックアドレス
を示すファイルデータが読出可能であるか、書込可能で
あるかを示す。情報“Ｒ“の場合には、対応のブロック
アドレスのデータが読出可能であることを示し、“Ｗ″
の場合には、対応のブロックアドレスのデータが書込（
変更）可能であることを示す。

多重アクセス管理テーブルは、各ブロックアドレス対応
にリンクして設けられ、このリンクされたブロックアド
レスのファイルデータがいくつのファイルに共有されて
いるかを示す。すなわち、対応のブロックアドレスのフ
ァイルデータがどのファイルにも利用されていない場合
には“０“が、Ｉｌｌ独ファイルにのみ利用されている
場合には１”が、複数ファイルに利用されている場合に
は、その共有するファイル数（２〜ｎ）の値がセットさ
れる。次に動作について説明する。

今“ファイルＡ″のファイルデータをコピーして“ファ
イルＢ゛を作成する場合を考える。

まず、外部より、ファイル“ファイルＡ″をコピーして
新たなファイル“ファイルＢ”を作成する指示が与えら
れると、ファイル名称管理テーブルに、新しく作成すべ
きファイルを特定するための名称“ファイルＢ″が格納
される。これと並行して、この新しく作成されたファイ
ル“ファイルＢ”のディスクアドレスを格納するための
ファイルアドレステーブル“ＹＹ”が設定される。この
新しく設定されたファイルアドレステーブルを特定する
ためのポインタはファイルアドレステーブルポインタｂ
領域に、新しいファイル“ファイルＢ”にリンクして格
納される。次に、“ファイルＡ、Ｂ“の両方のファイル
アドレステーブルＸＸ。

ＹＹに付加されているリード／ライトコントロールを、
すべて読出可能を示す“Ｒ″に設定する。

次に“ファイルＡ″のファイルアドレステーブルＸＸの
ディスクアドレスをすべてファイルアドレステーブルＹ
Ｙのアドレス格納位置ヘコビーする。すなわち第１図の
場合においてファイルアドレステーブルＸＸのブロック
（ディスク）アドレス３，５，６．８がファイルアドレ
ステーブルＹＹのアドレス格納位置にそれぞれ格納され
る。次に、多ｍアクセス管理テーブルの当該ディスクア
ドレスすなわちブロックアドレス３，５，６．８の共有
ファイル数情報（以下の説明では説明の便宜上参照カウ
ンタと称す）を１増分する。これにより、ブロックアド
レス３，５，６．８のデータが２つのファイル“ファイ
ルＡ＃、　“ファイルＢ″に共有されていることになる
。以上の動作により、“ファイルＡ°をコピーして“フ
ァイルＢ”を作成する動作は完了する。

次に、“ファイルＡ＃または“ファイルＢ“のいずれか
の部分を更新（書込）をする場合の制御動作について説
明する。今第１図を参照して、″ファイルＢ゛のデータ
部分を更新する場合について説明する。この場合、まず
“ファイルＢ゛にリンクされたファイルアドレステーブ
ルＹＹに付加されているリード／ライトコントロールを
調べる。ファイルアドレステーブルＹＹに記憶されてい
るディスクアドレスに付加されたリード／ライトコント
ロールがすべて′Ｒ″であり、“ファイルＢ″のデータ
がすべて読出可能状態となっている場合には、次にファ
イルアドレステーブルに格納されているディスクアドレ
スに対応して設けられている多重アクセス管理テーブル
の参照カウンタ値が調べられる。この参照カウンタ値が
既に１″の場合には、そのディスクアドレスに格納され
ているデータは１つのファイル（この場合においては“
ファイルＢ”）にのみ利用されているだけであり、他の
ファイルへの影響を考慮する必要がなく更新すればよい
ため、ファイルアドレステーブルＹＹに付加されている
リード／ライトコントロールを“Ｒ”から“ＲＷ”に変
更する。これにより、そのディスクアドレスの内容の更
新がｌ−０七となるため、このディスクアドレスのデー
タに対し更新を行なう。

今す−ド／ライトコントロールか“Ｒ”であり、それに
対応して設けられた多重アクセス管理テーブルの参照カ
ウンタ値が２〜ｎのいずれかの値である場合には、その
ディスクアドレスに格納されているデータは庚数個のフ
ァイルに共Ｈされていることを示している。このため、
この場合には、参照カウンタの値を１減分し、かつ、新
たにこのアドレスのデータを格納するための記憶領域が
ディスク内に獲得される。この新たに獲ｉ９されたディ
スク内の記憶領域のブロックアドレスをファイルアドレ
ステーブルＹＹにリンクするとともに、それに付加され
るリード／ライトコントロールを“ＲＷ“に設定する。

この新たに獲ｉりされた記憶ｎｆｉ域には、もとのファ
イルデータが格納される。

このとき、新たに獲得されたディスク内ファイルの実体
の格納番地を示すディスクアドレスに対応して設けられ
る多重アクセス管理テーブルの参照カウンタは１″に設
寓される。この後、この新たに設定されたディスクアド
レスにχＩしては、そのリード／ライトコントロールが
“ＲＷ”に設定されているため、この新たに’ａ　青さ
れたディスクアドレスにχ・１しアクセスが行なわれ、
ファイルデータの更新が行なわれる。第１図の構成にお
いては、ファイルアドレステーブルＹＹのブロックアド
レス３．５がそれぞれ９，１０に変更され、ファイルデ
ータＣ″、Ｄ″に変更される場合が一例として示される
。この場ａ１新たに獲得されたブロックアドレス（ファ
イル内記憶領域）はディスクアドレスの９番地および１
０番地であり、それに対応してファイルアドレステーブ
ルＹＹの対応する領域にブロックアドレス９，１０が格
納されている。したがって、ディスクアドレスの６番地
および８番地は“ファイルＡ″ファイルＢ″に共有され
ており、“ファイルＢ″においては、“ファイルＡ“の
ファイルデータＡ、Ｂが変更されてファイルデータＣ１
１、ファイルデータＤ′に変更されている。このとき、
ファイルデータＣ１Ｄはそれぞれ“ファイルＡ”ファイ
ルＢ′に共有されているため、その多重アクセス管理テ
ーブルの対応の参照カウンタの値は２であり、一方ディ
スクアドレスＣの番地３．　５．　９．　１０はそれぞ
れ１つのファイルに共Ｈされているだけであり、その参
照カウンタの値は１＃に設定されている。　以上の更新
動作をまとめると次のようになる。　　リード／ライト
コントロールが”ＲＷ”の場合、多重アクセス管理テー
ブルの参照カウンタの値は参照されず、そのまま対応の
ディスクアドレスのファイルデータの更新が行なわれる
。

リード／ライトコントロールがＲ″の場合、多重アクセ
ス管理テーブルの対応の参照カウンタの値が検索され、
その値が１“の場合、リード／ライトコントロールの′
Ｒｍが“ＲＷ“に変更され、これにより各ディスクアド
レスのファイルデータの更新を可能状態とし、この後そ
のディスクアドレスにアクセスしてファイルデータの更
新か行なわれる。

リード／ライトコントロールが“Ｒ゛の場合、多重アク
セス管理テーブルの参照カウンタの直が検索され、その
値が複数のファイルにより共有されていることを示す“
２〜ｎ″の１直のいずれかの場合には、まず対応の参照
カウンタの値が１減分される。次にディスク内に新たに
記憶領域を獲１！フし、その獲１すされた記憶領域位置
を示すディスクアドレスをファイルアドレステーブルに
リンクする。同１１７に、そのリンクされたデ、ｆスフ
アドレスに対応して設けられるリード／ライトコントロ
ールを“ＲＷ”に設定し、かつその新たに獲得された記
憶領域の多重アクセス管理テーブルの参照カウンタを“
１″に設定する。この後、その新たに獲得された記憶、
領域内へアクセスし、ファイルデータの更新を行なう。

次にソースファイルである“ファイルＡ″から新たに“
ファイルＢ”　　　“ファイルＣ”を作成する場合の動
作について具体的に説明する。

まず既に格納されているソースファイルの“ファイルＡ
°のサイズを３にバイト、すなわち３デイスクブロツク
とする（ＩＫバイト／ブロック）。

今、第２図の構成において、各ブロックごとに格納され
るファイルデータをＡ、Ｂ、Ｃと例示する。

次に外部からのコピー命令に従って“ファイルＡ″の内
容をコピーして“ファイルＢ″を作成する。このときの
操作すなわち、コピー指示を与える際の操作は、従来の
方法と同一であってもよく、また従来と異なる操作を行
なうようにしてもよい。

ただし、従来と５°４ｔよる１・■作方法を用いる場合
には、その指示がファイル制御側へ伝達されるように構
成する必要がある。

ファイル制御側では、コピー命令に応答して、ファイル
名管理テーブルに“ファイルＢ″を付加えるとともに、
それにリンクされるべきファイルアドレステーブルＹＹ
を作成し、この作成したファイルアドレステーブルＹＹ
にファイルアドレステーブルＸｘの内容をコピーする。

また同様に多重アクセス管理テーブルの対応の参照カウ
ンタ（第２図においては、ディスクアドレス３，４およ
び５に設けられた参照カウンタ）の値を１増分する。こ
のコピー動作の際には、ファイルアドレステーブルに対
応して設けられているリード／ライトコントロールのデ
ータはすべて“Ｒ”に設定され、ファイルアドレステー
ブルｘｘ、ｙｙに格納されたディスクアドレスのファイ
ル実体のいずれに対しても読出可能状態にする。この動
作により、ファイル゛ファイルＡ”から“ファイルＢ”
を作成する動作が終了する。

新たにファイル“ファイルＣ“を生成する場合は、既に
格納されている”ファイルＡ“ファイルＢ“と独立に別
にディスク内ファイル実体に対し、通常の従来から行な
われている方法と１１１１様にしてファイルデータを書
込むことにより、ファイル名管理テーブルの“ファイル
Ｃ′とディスク内ファイル実体とをリンクさせる構Ｊ戊
をとってもよい。このとき、その対応の多重アクセス管
理テーブルの参照カウンタの値は“１”に設定される。

しかしなから、もし“ファイルＣ″を“ファイルＢ″よ
りコピーにより生成する場合には、上述の“ファイルＢ
“を“ファイルＡ゛から作成する場合と同様であり、ま
た“ファイルＣ″を“ファイルＡ″からコピーにより生
成する場合も同様である。すなわち、前者の場合には“
ファイルＢ″″ファイルＣ″の関係にあり、後者は“フ
ァイルＡ″−“ファイルＣ″の関係である。このいずれ
の関係においても、ファイルアドレステーブルＸｘ、ｙ
ｙ、ｚｚに格納されるディスクアドレスはすべて同一の
アドレス３，４．５であり、それに付加されているリー
ド／ライトコントロールもすべて“Ｒ”となっている。

またこのとき、ディスクアドレス３，４．５対応に設け
られた多重アクセス管理テーブルの参照カウンタの値は
、このディスクアドレスが３つのファイルに共有されて
いることを示す“３”となる。

次に“ファイルＢ″の内容を一部更新する場合の動作に
ついて第３図を参照して説明する。今、更新すべきファ
イルデータがディスクアドレス４に対応するファイルデ
ータすなわち“Ｂｏであるとする。通常、ファイルの内
容をリード／ライトする場合には、外部から与えられた
ファイルオーブン命令により、議別されたファイル名に
対し、必要な位置までシーク命令によりポインタを移動
させる。すなわち、このファイル名に対応して設けられ
たファイルアドレステーブルポインタと一致する地点に
までポインタを移動させ、そこからのデータサイズ（図
では３ブロツク）をリード／ライトして所望のファイル
の読出または書込が行なわれる。したがって、本実施例
においても、従来と同様にリード／ライトは行なわれて
おり、今、“ファイルＢ“の相対２ブロツク目、すなわ
ちディスクアドレス４に対する更新命令が出され、この
ディスクアドレス４に相当する記憶領域の位置まてシー
クしたとすると、ファイルシステムにおいては、その位
置（ポインタ）を記憶する（この記憶したポインタはた
とえば他のレジスタなどに格納される）。

この状態でリード命令が発行された後の動作は従来の動
きと変わらず、単にこのシークされたディスクアドレス
４の内容が読出されるだけである。

このディスクアドレス４ヘシークしたときに、変更を示
すライト命令が発行された場合、まずファイルシステム
では、対応するファイルアドレステーブルのり一ド／ラ
イトコントロールを参照し、既に“ＲＷ”である場合に
は、その内容を所望のファイルデータに変更し、もとの
ディスクアドレス４（このアドレスのポインタはシステ
ムにより記憶されている）に格納することにより書込（
または変更）動作は終了する。今、ファイルアドルステ
ーブルＹＹの相対２ブロツク目のアドレスに付加された
リード／ライトコントロールが“Ｒ″の場合には、その
ディスクアドレスの内容は複数のファイルに共有されて
いることを示しているため、さらにディスクアドレス対
応に設けられた多重管理テーブルの参照カウンタを参照
し、そのカウンタ値が１′″の場合には、そのブロック
は１つのファイルにのみ利用されているだけであるため
、リード／ライトコントロールのＲ“を書込可能を示す
“ＲＷ”に変更し、この対応のディスクアドレスのファ
イルデータブロックにアクセスし、そのディスク内ファ
イル実体を所望のデータに変更してデータの書込（また
は変更）動作が終了する。

もし、この場合多重管理テーブルの最終カウント値が２
以上の場合には、１減分するとともに、新たに、データ
記憶領域を獲得し、そこに新たにディスクファイル実体
を格納し、そのディスクアドレスをファイルアドレステ
ーブルＹＹの対応の位置に設定（すなわちリンク）する
。この動作は記憶されたポインタに従がって行なわれる
。またその新たに設定されたディスクアドレスに対応し
て設けられる多重アクセス管理テーブルの参照カウンタ
値は１”に初期設定される。この後、新たに獲ｉυされ
たディスク内ファイル実体に対しアクセスが行なわれ、
所望のデータ変更を行ない、再びその位置に格納される
ことにより、データ変更が完了する。第３図の構成にお
いては、ファイルデータ“Ｂｏが、ディスクアドレス９
番地に変更されたファイルデータ“Ｂ“とじて格納され
ている場合が示されている。ここで、ディスク内ファイ
ル実体に対する変更動作は、そのディスク内ファイル実
態を読出して、所望のデータ変更を行なった後再び対応
の記憶領域（ディスクアドレス）に格納する動作を含ん
でいる。

なお上述の動作の規則性、すなわちファイルアドレステ
ーブルに付加されるリード／ライトコントロールの検索
および多重アクセス管理テーブルに設けられた参照カウ
ンタのカウンタ値に対する検索およびそれに付随して行
なわれる動作に関する規則は、ファイル更新時において
は、更新ファイルの基礎となるソースファイルから枝分
かれして新たなファイルが形成され、かつ新しく付加さ
れたファイル実体にリンクされる。したがって、無限に
近いファイルのコピーを発生することが容易に可能であ
り、またこの無限に近いファイルのコピーが発生しかつ
その発生されたいずれのファイルに対する更新が指示さ
れたとしても、上述のシーケンスに従って容易に対応す
ることができる。

不要ファイルを抹消する場合については、第４図に示す
ように、単にファイル名管理テーブルに記憶されたファ
イル名のうち抹消すべきファイル名称およびそれに付随
するファイルアドレステーブルポインタを消去す仝とと
もに、消去すべきファイル対応に設けられたファイルア
ドレステーブルに格納されているディスクアドレスを参
照し、このディスクアドレス対応に設けられた多重アク
セス管理テーブルの参！（（（カウンタの値を１減分す
るだけで行なうことができる。このとき、多重アクセス
管理テーブルの参照カウンタのカウント値が１減分して
“０”になった場合には、このとき初めてその対応する
ディスクアドレスの領域を開放すればよい。第４図にお
いては、第３図に示されるファイル記憶状態から“ファ
イルＡ“を抹消した状態が示される。

［発明の効果］ 以上のようにこの発明によれば、ファイル作成１；１　
御方法として、各ファイル対応に設けられるファイルア
ドレステーブルに対し、対応のファイルアドレステーブ
ルに格納されたディスクアドレス（ブロックアドレス）
の内容の読出／書込（変更）を＄制御するためのり一ド
／ライトコントロールを設けるとともに、各ディスクア
ドレス（ブロックアドレス）に格納されたファイル実６
態に対してはそのディスクアドレスの多重度を示す多重
アクセス管理テーブルを設け、データのコピー、更新等
の動作はこれらのり−ド／ライトコントロールおよび多
重アクセス管理テーブルに格納された情報に基づいて行
なうように構成されている。したがって、ファイルコピ
ー操作時においては、ファイルアドレステーブルのコピ
ーと多重アクセス管理テーブルにおける対応のディスク
アドレス対応に設けられたＢ照カウンタの値を１増分す
るだけで完了するために、ファイル実体をディスク内の
別の記憶領域へ転送する必要がなく、高速でコピー処理
を行なうことが可能となる。特に、コピーされるべきフ
ァイルのサイズが大きい場合には、大きいほどその効果
は顕著となる。

また、データ更新時においては、変更されるべきおよび
ファイルされたデータのみがディスク内の別の記憶領域
に格納され、同一のファイルデータに対しては対応の多
重アクセス管理テーブルによりアクセス制御されるため
、同一のファイルデータが複数の記憶領域内に格納され
ることがなくなり、記憶領域を効率的に利用することが
可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例であるファイル作成制御方
法を示す図であり、２つのファイルに対する管理構造を
示す図である。第２図はこの発明の他の実施例における
ファイル作成制御方法を示す図であり、３つのファイル
をソースファイルからコピーにより作成する場合のファ
イル構造を示す図である。第３図はこの発明のさらに他
の実施例であるファイル制御方法におけるファイル変更
方法を示す図であり、１つファイルのデータアドレスの
ファイルデータか変更された場合のファイル構造を示す
図である。第４図はこの発明によるファイル作成制御方
法におけるファイル抹消動作を示す図であり、１つのフ
ァイルか抹消された後のファイル構造を示す図である。 第５図は従来のファイル作成方法におけるファイル構造
を示す図である。 図において、ａはファイル名称格納部、ｂはファイルア
ドレステーブルポインタ格納部、Ｃはディスクアドレス
（ブロックアドレス）、ｄはり−ド／ライトコントロー
ルである。 なお、図中、同一符号は同一または相当部分を示す。 （ほか２る）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）有意のデータをファイルの形態で記憶する装置に
   おけるファイル作成制御方法であって、前記記憶装置は
   ファイル特定用のファイル名称と前記ファイル名称にリ
   ンクして設けられるファイルアドレスポインタとを格納
   するファイル名管理領域と、前記ファイルアドレスポイ
   ンタのポインタ値によりアドレスされ、対応のファイル
   データの記憶装置におけるアドレスを格納するファイル
   アドレス領域と、前記ファイルデータを格納する領域と
   を含んでおり、 前記ファイルアドレス領域が格納するファイルアドレス
   の各々に、そのアドレスが指定するデータの書込可能お
   よび変更可能を示すリードコントロールおよびライトコ
   ントロール情報をリンクするステップと、 前記ファイルデータ格納領域の各々に、該データを共有
   するファイルの数の情報をリンクするステップと、 前記リンクされたリードコントロールおよびライトコン
   トロールと前記共有ファイル数情報とに基づいて新しい
   ファイルを作成するステップとを備える、ファイル作成
   制御方法。（２）前記新しいファイルを作成するステッ
   プは、既に記憶されている第１のファイルデータに基づ
   いて新しいファイルを作成するステップを備え、 新しく作成されるべきファイルのためのファイルアドレ
   ス格納領域を設定するステップと、前記第１のファイル
   のファイルアドレス対応に設けられたリードコントロー
   ルおよびライトコントロールをすべて読出可能状態に設
   定するステップと、 前記第１のファイルのファイルアドレス値をすべて前記
   新しく設定されたファイルアドレス格納領域へ複写する
   ステップと、 前記第１のファイルのファイルデータ対応に設けられた
   共有ファイル数情報を１増分するステップとを含む、特
   許請求の範囲第１項記載のファイル作成制御方法。 （３）前記新しくファイルを作成するステップは、ファ
   イルの更新ステップを含み、前記ファイル更新ステップ
   は、 更新されるべきファイルのリードコントロールおよびラ
   イトコントロールを検索し、検索されたリードコントロ
   ールおよびライトコントロールが読出可能のみを示して
   いる場合には対応のファイルデータが設けられた共有フ
   ァイル数情報を検索するステップと、 前記検索された共有ファイル数情報が１を示している場
   合、対応のリードコントロールおよびライトコントロー
   ルを読出可能および書込可能の両状態に変更し、対応の
   ファイルデータにアクセスして所望のデータに変更する
   ステップと、 前記検索された共有ファイル数情報が２以上を示してい
   るとき、前記検索された共有ファイル数情報を１減分し
   、ファイルデータ記憶領域を新たに設定するとともに、
   新たに設定されたファイルデータ記憶領域のアドレスに
   より前記ファイルアドレス格納領域の更新されるべきフ
   ァイルデータを示すアドレスを置換し、かつ置換された
   ファイルアドレス対応に設けられるリードコントロール
   およびライトコントロールを読出可能および書込可能の
   両状態に設定し、前記設定された新たなファイルデータ
   記憶領域へ所望のデータの書込を行なうステップとを含
   む、特許請求の範囲第１項または第２項記載のファイル
   作成制御方法。