JPH0448261B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はデータの記録に関し、さらに詳しく言
えば、非削除式記録技術を用いた自己保存式記録
技術に関する。

〔従来技術〕

データの記録はデータ処理オペレーシヨン全体
の中でも重要な部分を占める。データの記録は、
ほとんどの場合、磁気媒体のような再書込み可能
な記録媒体を用いて行われる。この場合、実用的
には、データのデイレクトリを特定のレコード媒
体またはレコードボリユーム（たとえばデイス
ク、磁気テープ等）に記憶するのが普通である。
記憶されるデータへのデイレクトリはレコード媒
体の１セクシヨン（たとえば下位アドレス部分）
に記憶され、一方、データはレコード媒体の残り
の部分に記憶される。このようなデイレクトリは
ボリユーム目録（VTOC）またはテープ目録
（TTOC）と呼ばれる。

各レコード媒体に記憶されたデイレクトリおよ
びデータは様々な記録オペレーシヨンで更新され
る。データを更新するときは古いデータを削除す
る。したがつてデータ削除を行うような更新の場
合は、使用可能なのはデータの最新のバージヨン
だけである。データ変更に関する履歴は、ジヤー
ナリングまたは他のバツクアツプオペレーシヨン
がなされない限り、残らない。

エデイタによつては（たとえばコンピユータプ
ログラムおよびテキストプロセツサを編集するよ
うなエデイタ）限定的な自動データバツクアツプ
機構を有するものもある。たとえばIBMパーソ
ナルコンピユータのためのIBMデイスクオペレ
ーテイングシステムはEDLINと呼ばれるライン
エデイタを使用する。EDLINは1981年発行の
IBM社のデイスクオペレーテイングシステムマ
ニユアルに記載されている。このラインエデイタ
は、ユーザが“ENDEDIT”コマンドをEDLIN
に発すると、バツクアツプフアイルを生成する。
すなわち、ENDEDITコマンドはサフイツクス
“．BAK”で識別される、フアイル名を持つたバ
ツクアツプフアイルを生成する。編集により生成
された新しいフアイルはENDEDITコマンドで指
定されたのと同じフアイル名（ただし拡張部“，
XXX”を備える）を有する。新しいフアイルの
デイレクトリはそれをバツクアツプフアイルには
リンクしない。もちろんユーザにはそのフアイル
の名前は判つているから、新しいフアイルまたは
バツクアツプフアイルのいずれをもアクセスする
ことができる。バツクアツプフアイルは編集のエ
クステントとは無関係に生成されるものであり、
もちろん、それが何であれ全く変更されない。

米国特許第4419725号は、デイスクドライブま
たはデータ記憶ユニツトを有するバツキング記憶
部に接続されたキヤツシユデータ記憶部について
記載するものである。キヤツシユへの書込みが行
われるときは、新しいデイレクトリ（またはデー
タセグメントに書き込まれたものに対応するセグ
メント記述子テーブルのエントリ）が生成され、
キヤツシユへ書き込まれたデータと共に記憶され
る。換言すれば、デイレクトリのエントリはデー
タと共に記憶され、しかもそれは別のデイレクト
リ構造を有するものである。したがつて、デイレ
クトリの全てのエントリの場所が正確にわからな
いと、エントリを読み取るにはキヤツシユ全体を
スキヤンしなければならないことがある。この特
許では、デイレクトリのエントリにはキヤツシユ
のセグメントの所定の部分が割り振られている。
したがつて、新しく生成された記述子テーブルの
全てのエントリの場所をキヤツシユにおいて、容
易につきとめることができるよう、データ記憶領
域は固定長であることが好ましい。ところが可変
長でデータを記録する場合は、デイレクトリエン
トリの場所が前もつてわかるという利益はなくな
つてしまう。

デイレクトリが、単一のエントリにつき、複数
のデータ記憶場所への複数のアドレスポインタを
含むというものもある。たとえば米国特許第
4419746号は、単一の命令サイクルで異なる２つ
のメモリを同時にアクセスできるよう各エントリ
が２つのアドレスを含むというものである。

非常に高い記録密度を有するが１回しか書込み
のできない光学式記録媒体の場合、デイレクトリ
とデータを同じ記録媒体に記憶する限りは、デー
タを記憶するたびにデイレクトリを更新し削除す
るという芸当はできない。光学式のものと磁気式
のものを有する記録媒体を利用してデータおよび
デイレクトリをそれぞれ記憶させれば前述の問題
は解決されるであろうが、そのような構成は極端
にコストがかかるので好ましくない。したがつて
１回しか書込みのできないような記録媒体には、
それらの持つ非削除性に適応するための比較的簡
単なデータ記憶管理の技術が必要であろう。

更新可能すなわち再書込み可能な磁気媒体とい
えども、そうしたデータの管理および保存に関す
るロスはデータ処理のコストにはね返つてくる。
何故なら、更新されたデータセツトまたはデータ
フアイルの古いバージヨン（各バージヨンは生成
されたデータグループである）がどこにあるのか
がわかるように様々なカタログを構成しなければ
ならないからである。同時に、ボリユームのデー
タ記憶の内容も管理しなければならない。そうし
た管理を行うにはホストプロセツサとデータ記憶
制御ユニツトが必要である。磁気媒体のコストは
減少する一方なので、更新および削除に関するコ
ストの削減は意義のあることである。したがつて
再書込み可能な磁気媒体でも、データを削除しな
いで記録することは利益がある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

以上説明したように、再書込み可能な記録媒体
においてデータおよびデイレクトリが更新され削
除される場合、データの変更に関する履歴を残し
ておくには複雑な処理が必要である。また、１回
しか書込みのできないような記録媒体の場合、そ
れらの持つ非削除性に適応するデータ記憶管理技
術はこれまでのものでは不十分である。

したがつて本発明の目的は非削除性に適応する
簡単なデータ記憶管理の方法を提供することにあ
る。

本発明の他の目的は、データ消去不能の記録媒
体上の１つのアドレス空間に新データレコード、
更新データレコード及びこれらの管理情報である
デイレクトリを、各記録区画ないしそれらの境界
をアドレス的に固定することなく、効果的に記録
する方法を提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明では、或はフアイル又はデータセツトに
関連した以前に記録されたすべてのデータレコー
ドが最新の変更データレコードに関するデイレク
トリ中に反映されるよう各変更データレコード毎
にデイレクトリが拡張し更新される。これらのデ
イレクトリは、データ記録媒体の一方のアドレス
終端から記録される一方、データレコードは反対
のアドレス終端から記録される。

本発明によるデータ記録方法は次の通りの構成
を有する。

第１及び第２のアドレスにより定義された１つ
の連続的アドレス空間の記録領域を有するデータ
記録ユニツトを準備し：複数のデータレコード
を、新データレコードと記録済の現データレコー
ドの変更のための変更データレコードとを区別せ
ずに、上記記録領域上に上記第１アドレスから第
２アドレスに向う方向で順次に記録し：各データ
レコードの記録毎に、データレコードの識別子及
び記録ロケーシヨンのアドレスデータから成るレ
コードデイレクトリエントリを作成し、：各レコ
ードデイレクトリエントリを上記記録領域上に上
記第２アドレスから第１アドレスに向う方向で順
次に記録する、データレコード記録領域とレコー
ドデイレクトリエントリ記録領域との境界が予め
定められていないデータ消去不能の記録媒体上の
データ記録方法であつて： 変更データレコードに関連して記録すべきレコ
ードデイレクトリエントリの作成に当り、該変更
データレコードを特定する変更レコードデイレク
トリエントリと変更対象の現データレコードを特
定する現レコードデイレクトリエントリのアドレ
スデータとを組合せて更新レコードデイレクトリ
エントリを作成し、この更新レコードデイレクト
リエントリを変更データレコードのためのレコー
ドデイレクトリエントリとして記録する事を特徴
とする上記データ記録方法。

変更データレコードを記録して所定のデータフ
アイルが更新される毎に新デイレクトリエントリ
が以前のエントリへのポインタ、即ち前回、前々
回等のエントリ、と共に作成できる。数次の変更
がフアイルに加えられても、最新のデイレクトリ
エントリは、更新データレコードの記録後に更新
されて完全に更新されたフアイルに対応する。こ
れは、読取り時の処理速度の向上に役立つと共に
記憶領域の節減になる。更にデータレコード及び
デイレクトリエントリのために別々の記憶領域を
予約する必要がないので記憶領域を有効に利用で
きる。

〔実施例〕

第１図に示すデータ記憶サブシステム１０はア
クセス制御部１２に接続されたデータ記憶ユニツ
ト１１を含む。アクセス制御部１２は入出力用の
接続部１３を介して１以上のホストプロセツサ３
０に接続される。データ記憶サブシステム１０に
おいては、複数のデータ記憶ユニツト１１に１以
上のアクセス制御部１２を接続することができ
る。各データ記憶ユニツト１１は１以上のレコー
ド媒体１４（好ましくは円形のデイスク）を含
む。レコード媒体１４は回転軸１５を中心にして
回転するよう取り付けられている。レコード媒体
１４は取り外し可能である。変換器１６は矢印２
４で示すように内端１９と外端１８との間の記録
領域で半径方向に移動可能である。記録領域は多
数の同心のレコードトラツクから成り各レコード
トラツクが半径方向の一意的な位置を占めるか、
または渦巻き状の単一のトラツクがそのトラツク
内で各々アドレス指定可能な複数の位置を有する
ように構成される。変換器１６は接続部１７を介
してアクセス制御部１２に接続される。

本発明に従つてレコード媒体１４に記憶される
データに対してレコードデイレクトリが外端１８
に沿つて構成される。データが記憶されるに従つ
て、レコード媒体１４内で、レコードデイレクト
リが矢印２５で示すように半径方向内側へ向かつ
て進行する。一方、データの記憶は矢印２６で示
すように内端１９から半径方向外側へ向かつて進
行する。レコードデイレクトリは、通常のアドレ
ス指定の手法を用いて、トラツク＃０（最小のア
ドレス）から始まつて、レコードデイレクトリの
エントリが新しくなるにつれてそのアドレスが増
え続ける。データは、これとは逆に、最大のアド
レスのところから始まる。したがつてデータが増
えるにつれてそのアドレスが減り続ける。レコー
ドデイレクトリとデータは互いに近づいていつ
て、最終的に、レコード媒体またはデータボリユ
ームが一杯になる。レコードデイレクトリおよび
データを記憶する位置および方向性はどのように
してもよい。

第２図にアクセス制御部１２の一般的な構成を
示す。アクセス制御部１２は作業用制御記憶装置
（WCS）３２に記憶されたプログラム３３で制御
されるプログラム可能なマイクロプロセツサ３１
を含む。そうしたプログラムによりマイクロプロ
セツサ３１はデータ記憶サブシステム１０を働か
せ、接続部１３を介してホストプロセツサ３０か
らデータ記憶ユニツト１１へデータを記憶し、ま
たはホストプロセツサ３０の要求するデータをデ
ータ記憶ユニツト１１からデータを取り出す。デ
ータ記憶サブシステム１０はホストプロセツサ３
０とデータ記憶ユニツト１１との間で転送される
データを一時的に記憶するためのデータバツフア
すなわちキヤツシユ３５を含んでいてもよい。キ
ヤツシユ３５の制御は通常の方法でよい。キヤツ
シユデイレクトリ３６はデータ記憶ユニツト１１
に記憶されるデータのアドレスと、キヤツシユ内
に記憶された全てのデータの対応するアドレスと
を記憶する。ホストプロセツサ３０からデータ記
憶ユニツト１１へデータを転送する間（記録オペ
レーシヨンすなわち書込みオペレーシヨンの間），
キヤツシユデイレクトリ３６は、デイレクトリの
エントリが生成される前に、或はデータをキヤツ
シユ３５に記憶できるようにキヤツシユアドレス
だけを有することができる。この場合、レコード
媒体１４のアドレス空間の範囲外の擬似アドレス
を用いてもよいし、物理的なデータ記憶場所を割
り振つて、その後、そこへデータを記録するよう
にしてもよい。好適には、キヤツシユデイレクト
リ３６がデータ記憶ユニツト１１のアドレスとキ
ヤツシユアドレスの両方を常に有することによつ
て、ホストプロセツサ３０からデータを受け取る
際にそのデータに対してデータ記憶ユニツト１１
内でアドレスをマイクロプロセツサ３１が割り当
てるようにしておく。データ記憶ユニツト１１の
アドレス指定は通常のトラツク（半径方向位置）
およびセクタ（回転方向位置）のアドレス指定で
ある。

キヤツシユ３５内に記憶されたデータはアドレ
ス指定可能な複数のデータ記憶領域３７で識別さ
れる。データ記憶領域３７は、それぞれ、変更
（Ｍ）ビツト３８を有する。ホストプロセツサ３
０がデータ記憶ユニツト１１にデータを供給する
ときは、データが変更されたことを示すように、
変更ビツト３８が常時セツトされる。変更ビツト
３８を用いて、変更されたまたは新しいデータだ
けがデータ記憶ユニツト１１に書き込まれるよ
う、キヤツシユ３５とデータ記憶ユニツト１１と
の間のデータ転送を制御する。

マイクロプロセツサ３１はアクセス制御部１２
の全ての要素を制御する。バス４０はマイクロプ
ロセツサ３１をWCS３２およびキヤツシユ３５
に接続する。こうしてマイクロプロセツサ３１が
WCS３２およびキヤツシユ３５を制御し、これ
ら３者間のデータ転送を行う。キヤツシユ３５と
データ記憶ユニツト１１との間のデータ転送は、
書式化およびデータ変調（記録のためのコード
化）を行う通常のデータ回路４１によつて遂行さ
れる。自動データ転送回路はバス４２を介するキ
ヤツシユ３５とデータ回路４１との間のデータ転
送、およびデータ回路４１と接続部１３との間の
データ転送を行う。後者のデータ転送はキヤツシ
ユ３５をバイパスする。データ転送は、好適に
は、ホストプロセツサ３０とキヤツシユとの間、
およびキヤツシユ３５とデータ記憶ユニツトとの
間で行われる。データ回路４１は制御ライン４３
を介してマイクロプロセツサ３１により通常の方
法で制御される。

WCS３２は、マイクロプロセツサ３１用のプ
ログラム３３の他に、本実施例で使用する制御デ
ータ構造を記憶する。WCS３２は、本実施例と
は関係がないがデータ記憶サブシステム１０に実
用的に役立つ他の制御データ構造も記憶する。
WCS３２は、好適には、半導体で構成されたラ
ンダムアクセス式のデータ記憶ユニツトである。
デイレクトリインデツクス５０（後出）はデータ
記憶ユニツト１１におけるデータ記憶領域の第１
段階のアクセスを提供する。デイレクトリインデ
ツクスはアクセス制御部１２の内部に示されてい
るが、そのようなインデツクスは、同様に、ホス
トプロセツサ３１でも使用される。このような構
成は、パーソナルコンピユータまたはミニコンピ
ユータのように能力の低いホストプロセツサには
特に有利である。デイレクトリインデツクス５０
はユーザから指示されたフアイル名又はデータセ
ツト名（以下、DSNSMEという）がレコード媒
体１４上に記録されたレコードデイレクトリ２５
のエントリに存在するか否かのテストのために使
用される。データを新規に記録するため又は更新
するためにレコード媒体１４上の現レコードデイ
レクトリを更新する必要が生じた場合には、その
現レコードデイレクトリをコピしてWCS３２の
旧デイレクトリエントリ部５２に記憶させる。新
規データの記録の場合には、レコード媒体上に現
レコードデイレクトリは存在しないので旧デイレ
クトリエントリ部はブランクになる。一方、更新
レコードデイレクトリエントリ部５３には、ホス
トプロセツサにより供給される記録すべき新規デ
ータ又は更新データのための新レコードデイレク
トリエントリが記憶される。この新レコードデイ
レクトリエントリはマイクロプロセツサ３１によ
り作成される。新規なデータレコード又は更新す
べきレコードの部分データのレコード媒体上の記
録位置を指定する。セクタ及びトラツクに関する
インデツクス情報、即ちアドレスポインタ、が計
算され、フアイル名（新規レコードの場合）と共
に新レコードデイレクトリエントリ部５３に記憶
される。更新レコードデータの場合には、更に、
旧デイレクトリエントリ部５２の内容、つまりレ
コード媒体上の現デイレクトリエントリ、が新デ
イレクトリエントリ部５３に転送され、論理結合
されてそこに完全な新レコードデイレクトリエン
トリを作成し記憶する。この新レコードデイレク
トリエントリは、前回又は前々回のレコードの変
更部分を含む完全に更新された１フアイルの全レ
コードのためのアドレスポインタを含んでいる。
第４図には、DSNAMEフアイルの各更新時のデ
イレクトリエントリ７５，８３，８６の中の各レ
コードポインタの関係が示されている。この新レ
コードデイレクトリエントリは、その後に、レコ
ード媒体上の直前に記録された別のレコードに対
するデイレクトリエントリの隣りに１又はそれ以
上のセクタに記録される。新レコードデイレクト
リエントリの作成の詳細については、第８図に関
する第１図のマシン動作に関連して後述する。デ
イレクトリインデツクス５０は、アクセス制御部
１２内で記憶される場合、再書込み可能な保存式
記憶部５１に記憶することができる。再書込み可
能な保存式記憶部５１はたとえばデイスケツト、
または再書込み可能なROMのようなものであ
る。実用的には、データ記憶サブシステム１０の
データ記憶ユニツト１１の全てのデイレクトリイ
ンデツクスのうち一部分だけをデイレクトリイン
デツクス５０が有する。

レコード媒体１４内におけるレコードデイレク
トリ２５およびデータ２６の進行方向は前述のも
の以外にも幾つか考えられている。デイスクタイ
プのレコードメンバーで変換器１６を半径方向に
移動するアクチユエータのヘツドのトラツク間の
移動速度は外端１８または内端１９へ行く程、遅
くなる。したがつて、レコードデイレクトリはデ
ータ記憶領域の（半径方向）中ほどに記憶するこ
とが望ましい。第３図における破線で示した基準
円６０は、トラツク間の移動速度が最大になると
ころの半径方向の位置を示すための円である。レ
コードデイレクトリは基準円６０から始まつて、
矢印６１に示すように、外側に進行する（アドレ
スが増加する方向）。データの記憶も、初めは、
基準円６０から始まつて、矢印６２に示すよう
に、内側に進行する。このデータの記憶は内端１
９まで進行する。この部分のデータをデータ−１
と記す。さらに、データの記憶は外端１８から始
まつて、矢印６３に示すように、内側に進行する
ことができる。この部分のデータをデータ−２と
記す。以上例示するように、レコードデイレクト
リとデータの記憶に関する幾何学的な構成は、前
述のものに限らず、自由に選択できる。

第４図を参照してレコード媒体１４のデータ記
憶領域をアクセスするためのアドレス指定シーケ
ンスについて説明する。ホストプロセツサ３０か
ら受け取られる、レコード媒体１４をアクセスす
るためのアクセス要求を矢印６９で示す。所与の
要求がフアイル名またはデータセツト名
（DSNAME）を含むときは、マイクロプロセツ
サ３１はプログラム３３を用いてデイレクトリイ
ンデツクス５０をアクセスする。一致した
DSNAMEがみつかれば、レコード媒体１４のレ
コードデイレクトリに対応するデイレクトリポイ
ンタ（DIR PTR）７３によりマイクロプロセツ
サ３１がDSNAMEの最新レコードデイレクトリ
のエントリをアクセスする。第４図の例では、
DSNAME８０を含む最新のレコードデイレクト
リのエントリは、エントリ７５である。

データ記憶ユニツト１１のデータ記憶容量は非
常に大きいので、複数のデイレクトリインデツク
スを設けてアドレス指定可能な論理データ記憶ボ
リユーム（または仮想データ記憶ボリユーム）を
複数提供すれば効率はさらによくなる。好適に
は、複数の仮想データ記憶ボリユームに対して特
定の領域を全く割り当てないようにするか、実際
のデータの記憶がそうした仮想ボリユームのアド
レス指定（またはサブデイレクトリの使用）には
関係しないようにする。後者の場合、デイレクト
リインデツクス５０は複数の仮想的なデイレクト
リインデツクス７０，７１等を含む。この場合
は、ホストプロセツサ３０は自身の要求（矢印６
９）で仮想的なデイレクトリインデツクスのうち
の１つを選択する。複数のホストプロセツサが１
つのデータ記憶ユニツト１１を共有する場合は、
各ホストプロセツサが各自のデイレクトリインデ
ツクスを有することも可能である。すなわち、マ
イクロプロセツサ３１がプログラム３３を用いて
どのホストプロセツサが要求を発したかを認識し
てそのホストプロセツサの識別子を適切なデイレ
クトリインデツクスに変換することができる。仮
想ボリユームもまた複数のプロセツサ（１以上の
ホストプロセツサ３０の仮想マシンまたは論理的
エンテイテイ）に割り当てることができる。いず
れにせよ、デイレクトリインデツクス５０は、供
給されたDSNAMEに対応する最新のレコードデ
イレクトリのエントリを指定するデイレクトリポ
インタ（DIR PTR）７３を有する。

レコード媒体１４のレコードデイレクトリ２５
は、フアイルまたはデータセツトに対して、レコ
ーデイングシーケンスに依存して全てランダムに
インターリーブされる複数のエントリを有する。
このレコーデイングシーケンスはデータの構成に
は関係がない。第４図では、所与のDSNAME７
２に対して、逆進的な関係にある３つのエントリ
を示した。これらの３つのデイレクトリエントリ
の間にあるのは他のフアイルまたはデータセツト
に対するデイレクトリエントリである。マイクロ
プロセツサ３１がデイレクトリインデツクス５
０、DSNAME７２、およびデイレクトリポイン
タ（DIR PTR）７３、ならびにプログラム３３
を用いてデイレクトリエントリ７５をアクセスす
ると、マイクロプロセツサ３１はDSNAME７２
に対応する、レコード媒体１４に記憶された全て
のデータの実際の状況を判断する。デイレクトリ
ポインタ（DIR PTR）７３で指定されるデイレ
クトリエントリ７５において、逆ポインタRP７
９がDSNAME７２の前のバージヨンに対応する
前のデイレクトリエントリを指定する。レコード
デイレクトリのエントリは、各々、そのような逆
ポインタを有する。デイレクトリエントリ７５に
おいて７６はDSNAME７２の複数のフイールド
およびレコードにそれぞれ対応する複数のデータ
ポインタＡないしＥを示すものである。それらの
複数のフイールドおよびレコードはそのフアイル
またはデータセツトのデータの最新のバージヨン
である。（データ記憶ポインタはレコードに対応
するので、以下、場合に応じてデータポインタＡ
またはレコードＡのように使う）。７７は個々の
レコードＡないしＥに対するアドレスポインタを
集合的に示すものである。第４図に示す例では、
レコードＡ、Ｂ、ＣおよびＥが最初に記録された
データである。レコードD¹はそれがレコードＤ
を更新したものであることを示している。矢印８
２で示すように、逆ポインタRP７９で指定され
る最後から２番目のデイレクトリエントリ８３は
レコードＤへのデータポインタを有する。レコー
ドＤはレコードD¹の前のバージヨンである。こ
のことからわかるように、１つのフアイルまたは
データセツトのうちのレコードが１つでも更新さ
れれば新たなデイレクトリエントリ７５が生成さ
れる。データポインタＡ、Ｂ、ＣおよびＥは変更
されずもとのままであるからレコードＡ、Ｂ、Ｃ
およびＥがそれぞれ指定される。すなわち、デイ
レクトリエントリ８３に示すDSNAMEの更新に
おいては、更新されたレコードを指定するために
データポインタＤがデータポインタD¹に変更さ
れる。

最後から２番目のデイレクトリエントリ８３は
DSNAME７２および８０と同じDSNAME８４
を有する。デイレクトリエントリ８３は最後から
３番目のデイレクトリエントリ８６を指定する逆
ポインタ８５を有する。８７はデイレクトリエン
トリ８３に対応するフアイルまたはデータセツト
のデータ用のデータポインタＡないしＤを示すも
のである。第４図の例では、レコードＥはデイレ
クトリエントリ７５に対する新しいレコードであ
る。すなわち、デイレクトリエントリ７５におい
ては、レコードＤが更新されると同時に新しいレ
コードＥに加えられている。さらに、最後から３
番目のデイレクトリエントリ８６にあつたデータ
ポインタＦおよびＧはデイレクトリエントリ８３
にはない（レコードＦおよびＧの削除）というこ
とを、図中で（FG）のように示した。デイレク
トリエントリ８６の逆ポインタ領域９０は空白で
ある。この空白はデイレクトリエントリ８６がレ
コード媒体１４内でこのDSNAMEを有するフア
イルの最初の記録を有することを示す。領域９０
に特定の文字または文字セツトを挿入して、その
フアイルまたはデータセツトの前のレコーデイン
グがさらに別のレコード媒体（図示せず）に在る
ことを示すようにすることもできる。これについ
ては後で説明する。９１はこのレコード媒体１４
に記録されたフアイルDSNAMEの最初の内容を
指定するデータポインタＡ、Ｂ、Ｃ、Ｆ、および
Ｇを示すものである。

レコードデイレクトリ２５はその矢印の向きが
示すように外端１８から内端１９の方向に進行す
る。場所９５は現にレコード媒体１４に記録され
ているレコードデイレクトリの最高のアドレスを
示す。マイクロプロセツサ３１は、場所９５を識
別するために、その場所を指定するデイレクトリ
終端ポインタ９６を有する。同様にデータ２６は
その矢印の向きが示すように内端１９から外端１
８の方向に進行する。場所９７は現にレコード媒
体に記録されているデータの最低のアドレスを示
す。WCS３２内のデータ経端ポインタ９８は場
所９７を指定するアドレスポインタを含む。マイ
クロプロセツサ３１は、これにより、データ記憶
領域７８の次のアドレス（すなわちさらに小さい
アドレス）のところに付加的なデータを容易に記
録することができる。マイクロプロセツサ３１
は、書込み要求１０１を受け取つた場合、データ
終端ポインタ９８をアクセスすることによつてデ
ータ記憶セクタを設定してレコード媒体１４に記
録すべきデータの受信を開始し、データが書き込
まれればデータ終端ポインタ９８を更新する。レ
コードデイレクトリ２５の新しいエントリの書込
みもこれと全く同様である。読取り要求１００の
場合（すなわちレコード媒体１４の内容の走査の
場合）、マイクロプロセツサ３１はデイレクトリ
終端ポインタ９６を用いてレコードデイレクトリ
の終端のところから走査を開始し、記録されたデ
ータを識別するために外端１８に向かつて走査を
進行する。

第４図に示すように、データ記録サブシステム
１０において２以上のレコード媒体１４を使用す
ることが可能である。したがつてデイレクトリイ
ンデツクス７０，７１等のデイレクトリポインタ
（DIR PTR）７３は、デイレクトリポインタ
（DIR PTR）７３とDSNAME７５との間の矢印
で示すように、レコード媒体１４の選択的制御が
可能である。このような選択的制御は現行のデー
タ処理システムにおけるデータ記憶ボリユームの
選択と同じものである。

半径方向に位置する同心のレコードトラツクを
利用する場合にレコード媒体１４におけるレコー
ドデイレクトリのエントリおよびデータの実際の
記憶形式を第５図に示す。レコード媒体１４の最
初のレコードデイレクトリは外端１８のところに
記憶される。第５図に示したアドレス空間の幅は
１レコードトラツクに対応し、縦軸は個々のレコ
ードトラツクの半径方向の位置に対応する。レコ
ード媒体１４に記録された最初のデータはエント
リＱである。エントリＱはデータＱ−Ａへのポイ
ンタを含む。データＱ−ＡはデータセツトＱの最
初のデータレコードである。エントリＷは別のフ
アイルまたはデータセツトのためのもので、デー
タ記憶領域７８のデータＷ−Ａに対応する。エン
トリＸはデータＸ−Ａに対応しこれを指定する。

エントリQ¹は既に記録された、エントリＱで
表わされるフアイルまたはデータセツトが変更さ
れたことを示している。この変更はデータＱ−Ｆ
およびＱ−Ｇの削除、ならびにデータＱ−Ｄの付
加に対応する。エントリQ¹¹はデータＱ−Ｄから
データＱ−D¹への変更に対応する。たとえばエ
ントリQ¹¹は第４図のエントリ７５に対応する。
すなわち、５つのレコードのうちの４つであるレ
コードＡ、Ｂ、Ｃ、およびＥが変更されずレコー
ドＤがレコードD¹に変更される場合である（デ
ータＱ−D¹がレコードD¹に対応し、データＱ−
ＡないしＱ−ＣがレコードＡないしＣにそれぞれ
対応する）。この例は、データポインタＡ、Ｂお
よびＣが変更されずもとのままで、データポイン
タＤがデータポインタD¹に変更されかつデータ
ポインタＥが付加される場合である。データポイ
ンタD¹およびＥは第５図のデータＱ−D¹および
Ｑ−Ｅに対応するものである。エントリＸはデー
タＸ−Ａを含む１つのフアイルに対応する。エン
トリＺはデータＺ−Ａに対応する。レコードデイ
レクトリ２５の物理的なサイズは、第５図でわか
り易くするため、データ記憶領域のサイズに比べ
て大きめに描かれている。場所９５（レコードデ
イレクトリの終端）はエントリQ¹¹のところに在
り、場所９７（データの終端）はデータＱ−Ｅの
ところに在る。レコード媒体１４に付加的なデー
タが記録されていくにつれて、データ記憶領域７
８は外側へ向かつて進行し、これと、内側に向か
つて進行するレコードデイレクトリ２５が互いに
近づいていく。最新のレコードデイレクトリのエ
ントリの最高のアドレスおよび最新のデータの最
低のアドレスの差が所定の最小量に達すれば、レ
コード媒体１４が一杯になつたことが宣言され
る。同時にこの時点でデイレクトリ／データ終端
１０５がそのときの場所９５および９７の中間に
記録される。デイレクトリ終端ID１０６および
データ終端ID１０７はデータレコーデイングの
内部ブロツクのギヤツプに用いられるような制御
情報（既知の特定パターン）や他の所望の制御情
報を含んでいてもよい。

レコード媒体１４がデータで一杯になればその
後はマイクロプロセツサ３１はレコードデイレク
トリの最後のエントリを迅速に見つけることがで
きなければならない。これは先に説明したデイレ
クトリインデツクスを用いれば達成できるが、レ
コード媒体１４が移送可能であれば、アクセス制
御部１２はデイレクトリエントリを利用できない
ことがある。一杯になつたレコード媒体１４のア
クセスを容易にするために、終端ポインタがトラ
ツク＃０の１セクタに記録される（すなわち半径
方向最外周のトラツクに終端ポインタのための１
つのセクタが、レコードデイレクトリの生成前
に、予約される）。一杯になつたレコード媒体１
４のアクセスは、初めに終端ポインタを見つける
ことから始まつて、次にフアイルまたはデータセ
ツトの最新バージヨンを見つけるために最後のエ
ントリへ直接進む。デイレクトリ終端ID１０６
およびデータ終端ID１０７はVTOC内において
通常の方法で見つかる情報の全てまたは一部（す
なわちデイレクトリインデツクス７０，７１の部
分的なコピーまたは完全なコピー）を含んでいて
もよい。後者の場合（完全なコピーを含む場合）、
レコードデイレクトリ２５の全体を走査しなくて
も、レコード媒体１４にどのデータが記憶されて
いるかを迅速かつ容易に識別することができる。
デイレクトリインデツクス７０，７１の部分的な
コピーはフアイルのリストだけでもよいし、また
はフアイルの現在の数までで最後に記録されたフ
アイル、すなわち、最新の活動フアイルでもよ
い。

第６図はレコードデイレクトリ２５のエントリ
のうちの選択された１バージヨンを示すものであ
る（例として第４図に示したエントリ７５を用い
る）。ヘツダ１２０はDSNAME８０、逆ポイン
タ７９、および自己保存のために必要な最小限の
付加的情報を含む。この付加的情報はタイムスタ
ンプ１２１、付加的な制御フラグ１２２、および
長さ標識１２３（フアイルDSNAMEのサイズを
示すもの）を含む（ただし制御フラグ１２２は本
発明と無関係である）。データフイールド７６は、
ポインタ１２５の他に、レコード識別子ID１２
４、基準標識１３５、長さ標識１３６、および付
加的な制御フラグ１３８を含む。基準標識１３５
はDSNAMEにおいて指定されたデータの論理的
な場所すなわちデイレクトリエントリにおけるフ
イールドのシーケンス番号、またはデータの変更
レベルすなわちタイムスタンプを示すものであ
る。制御フラグ１３８は制御情報（ただし本発明
を理解する上では関係のないものである）を有す
る。

レコードデイレクトリのエントリのために必要
な最小のデータフイールド７６の内容はポインタ
１２５のデータである。ポインタ１２５は、指定
されたデータレコードを一意的に探し出すための
トラツクアドレス１２９およびセクタアドレス１
３０（識別されたトラツク上の回転方向の位置）
を含む。そうしたトラツクおよびセクタは指定さ
れたデータを記憶するトラツクのセクタのうち最
初のものである。ポインタ１２５は、さらに、指
定されたトラツクおよびセクタにデータを書き込
むべきかどうかを示すビツトＷ１２６を含む。
２、４、８等の複数のデータ記憶セクタがレコー
ドデイレクトリ２５のエントリの１つに割り当て
られると、長さ標識１３６は実際に書き込まれた
連続的なセクタの数を示すことができる。ビツト
Ｄ１２７はトラツクおよびセクタが不備であるこ
とを示す場合もあれば、そのうち幾つかのセクタ
が不備であることを示す場合もある。制御フラグ
１２８は制御情報（ただし本発明を理解する上で
は関係のないものである）を有する。本発明の他
の実施例によれば、トラツクアドレス１２９およ
びセクタアドレス１３０のポインタはレコード媒
体１４の割振り単位の６倍のサイズのものを指定
する。したがつて単一の割振り単位よりも大きい
容量を必要なだけ有するフアイルまたはデータセ
ツトの１レコードには複数のセクタアドレス１３
０が必要であろう；データフイールド７６はその
レコードの記録に使用される最初のセクタを指定
する。さらに別の実施例によれば、データフイー
ルド７６はフアイルに割り振られた個々のセクタ
を、そのデータの内容とは関係なく、それぞれ指
定する。後者の実施例の場合、ホストプロセツサ
３０は割り振られた最初のセクタをアクセスして
内部データ構造標識を獲得することによつて、そ
の複数セクタ内に記憶された他のデータをアクセ
スする。データ制御構造はこの他にも幾つか考え
られる。

第４図の説明のところで述べたが、レコードデ
イレクトリのエントリが割振り単位に関連するの
ではなくデータに関連するようにレコードまたは
フイールドの幾つかを削除することができる。そ
のような削除は、エントリの欠如以外は、レコー
ドデイレクトリ２５に記録しておく必要はない。
削除フイールド１４０は、対応する生成データが
記録された場合に何らかのデータがフアイルまた
はデータセツトから意図的に削除されたことを示
すために、一回だけ使用することもできる。削除
されたばかりのデータの識別子はID１４１のと
ころにある。削除されたという情報はビツト１４
２にある。削除されたデータの最新バージヨンへ
のポインタは１４３のところにある。ポインタ１
４３はポインタ１２５と同じ構成である。削除フ
イールド１４０は、そのフイールドの削除の結果
生成されるレコードデイレクトリ２５のエントリ
と共に保存することができる。すなわち削除フイ
ールド１４０は後続のレコードデイレクトリ２５
の全エントリについてまわる。

第６図はレコードデイレクトリエントリの単一
のボリユームセツトの場合における１レコードデ
イレクトリエントリを表わしている。多重ボリユ
ームセツトが供給される場合は、逆ポインタ７９
は、制御フラグ１２２で示すようなボリユーム標
識を含んでいてもよい。すなわち、逆ポインタ７
９はレコード媒体１４内における識別子である。
所与のレコード媒体１４に対しレコードデイレク
トリのエントリがレコードデイレクトリ２５の最
初のエントリであることを制御フラグ（図示せ
ず）１２２が示せれば、そのデータセツトまたは
フアイルはそうした複数のレコード媒体に対して
別の生成セツトである。

第７図は本発明で使用可能な、ホストプロセツ
サ３０の要求形式を示す図である。この要求形式
は、第１バイトCMD１５１がデータ記憶サブシ
ステム１０で遂行すべき機能を表わすコード順列
を含むような、チヤンネルコマンドワードCCW
１５０の形式で示されている。フアイルまたはデ
ータセツトDSNAMEの識別子はフイールド１５
２に存在し、一方、デイレクトリインデツクス７
０，７１の識別子はフイールド１５３に存在す
る。デイレクトリインデツクス１５３はホストプ
ロセツサ３０の識別子を含むことができる。この
ホストプロセツサ３０の識別子（またはホストプ
ロセツサ内のプロセス）を利用するとホストプロ
セツサ３０はデータ記憶サブシステムにおける仮
想制御が可能になる。データID１５５はアクセ
スすべきフアイルまたはデータセツト内のレコー
ドを識別するためのものである（ただしこれはオ
プシヨンである）。フイールド１５６はデータID
１５５用の読取り／書込みコマンドまたは削除コ
マンド（Ｒ／Ｗ／Ｄ）を含む。タイムスタンプ１
５７もオプシヨンである。領域１５８は書込みの
場合における伝送すべきデータを表わす。領域１
５８は付加的なサブコマンド１５５，１５９、お
よび１５７を含むことができる。CCWの領域１
５８はホストプロセツサにおいて割り振られた主
メモリ（図示せず）の領域を指定するポインタを
含む。このポインタは図示されたCCWと共に使
用される。CMD１５１におけるコマンドの中に
はサブコマンド（または前述のコマンド修飾子）
を必要としないものもある。要求形式はこれ以外
にも幾つか考えられる。

第１図に示す実施例で遂行されるマシンの機能
を第８図に示す。ホストプロセツサ３０の要求は
６９のところで受け取られる。ステツプ170でマ
イクロプロセツサ３１は、まだ記録されていな
い、すなわちレコード媒体１４においてセクタを
割り振られていない新しいフアイルまたはデータ
セツトがアクセスされるべきかどうかを、その要
求から、または、その要求のDSNAMEとデイレ
クトリインデツクス５０のDSNAMEとを比較す
ることによつて、判断する。新しいフアイルまた
はデータセツトの場合は、マイクロプロセツサ３
１はステツプ172へ進み、レコードデイレクトリ
２５の新しいエントリを生成する。この例では、
WCS３２内で旧デイレクトリエントリ５２はブ
ランクであるが、新デイレクトリエントリ５３は
新しいDSNAME１５２を含むことになる。その
後、データを記録するためのマシンオペレーシヨ
ンが遂行される。

受け取られた要求は、通常、デイレクトリイン
デツクス５０に記録されたDSNAMEのためのも
のである。マイクロプロセツサ３１はDSNAME
１５２と、デイレクトリインデツクス５０内の
DSNAMEとが一致したとわかるとステツプ174
に進んで、DSNAME１５２を用いて間接的に、
あるいは、要求の領域１５８に在るトラツクアド
レスおよびセクタアドレスのようなアドレスから
直接的に、現要求がレコード媒体１４をアクセス
するためのものであるかどうかを判断する。要求
内にそのトラツクおよびセクタが示されれば、も
ちろん、そのデータは非削除式記録を用いて既に
レコード媒体１４に記録されており、これは読取
りコマンドを示す。識別されたデータは、装置か
らホストマシンオペレーシヨンへの通常の読取り
を用いて、ステツプ175で取り出される。
DSNAME IDだけ使用されるときは、マイクロ
プロセツサ３１はステツプ176で一致する
DSNAMEをみつけるためにデイレクトリインデ
ツクス５０を探索する。一致がみつかつたときは
（そうでないときはエラー条件が示される）、マイ
クロプロセツサ３１はステツプ177でレコード媒
体１４をアクセスして、レコードデイレクトリ２
５の最新のエントリをWCS３２の旧デイレクト
リエントリ５２に転送する。そうしたアクセスは
第４図に関連して示されている。次のステツプ
178でWCS３２の領域５３に新デイレクトリエン
トリが生成される。たとえば処理中のマイクロプ
ロセツサ３１において受け取られた要求形式が、
この時点で、どのレコードまたはどのセクタが変
更されるかを決める。データ終端の場所９７が決
まると、変更すべきデータのデイレクトリエント
リを更新するために、トラツクおよびセクタ情報
を領域５３に入れることができる。読取りコマン
ドの場合も同じプロジージヤに従うが新デイレク
トリエントリは生成されない。

マイクロプロセツサ３１はステツプ181で要求
が読取りか書込みかを判断する。レコード媒体１
４への書込みオペレーシヨンの場合は、マイクロ
プロセツサ３１はステツプ185でデータ終端の場
所９７をみつける。ステツプ186で、旧デイレク
トリエントリ５２の内容を領域５３に転送するこ
とによつて更新されたエントリが生成される。

マイクロプロセツサ３１はステツプ187で、ホ
ストプロセツサ３０の供給するデータが既に記録
されたレコードを変更するものであるのかまたは
付加されるものであるのかを判断する。マイクロ
プロセツサ３１はこの段階でレコード媒体１４へ
送るべきデータに対し、データ終端の場所９７の
ところから、データ記憶領域７８のセクタの適切
な番号を割り振る。新たに割り振られたデータ記
憶セクタはステツプ188で領域５３に記憶される。
これはレコードデイレクトリ２５のエントリの更
新である。記録すべきデータが全て識別されたと
すると、マイクロプロセツサ３１はステツプ189
でデイレクトリ終端９５をみつける。ステツプ
190では、領域５３の更新されたレコードデイレ
クトリのエントリが、デイレクトリ終端９５のと
ころの、直前に記録されたレコードデイレクトリ
のエントリの隣の１以上のセクタに記録される。
マイクロプロセツサ３１は次のステツプ191で、
適切なデイレクトリポインタ（DIR PTR）７３
を更新することによつてデイレクトリインデツク
ス５０を更新する。更新されたデイレクトリエン
トリは領域５２に記憶された旧デイレクトリエン
トリへのデイレクトリポインタ（DIR PTR）７
３に対応するトラツクおよびセクタを指定する逆
ポインタを含む。ステツプ192でマイクロプロセ
ツサ３１が、現にアクセスされたフアイルまたは
データセツトのためにもつと多くのレコードを更
新しなければならないと判断したときは、ステツ
プ185ないし188が繰り返される。全てのレコーデ
イングが完了すると、ステツプ189ないし191が遂
行される。ステツプ191の後は、マイクロプロセ
ツサ３１は論理経路２０４を介して、レコーデイ
ングが成功のうちに終結したことの報告のような
マシンオペレーシヨンおよびその他のオペレーシ
ヨンに進む（これはデータ処理の分野では周知の
技術である）。

読取りオペレーシヨンの場合（Ｒ／Ｗ＝Ｒ）、
マイクロプロセツサ３１はステツプ181からステ
ツプ200へ進み、アクセスすべきデータへのデー
タポインタが現に旧デイレクトリエントリ５２に
入つているかどうかを判断する。これは一般に、
マイクロプロセツサ３１がステツプ201でそのエ
ントリが削除されるデータエントリ１４０である
かどうかの判断を許される場合である。もしそう
でないときは、要求されたデータは依然として活
動フアイルの一部である。マイクロプロセツサ３
１はステツプ202で、受け取つた要求が変更レベ
ル標識すなわちタイムスタンプ１５７を有するか
どうかを判断する。変更レベル標識がなければ、
データの最新レベルがステツプ203でアクセスさ
れる。受け取つた要求の中に変更レベル標識１５
７があるときは、エントリの基準標識１３５がそ
の要求された変更レベル（すなわちタイムスタン
プ）に一致する場合にのみ、データがステツプ
203で取り出される。ステツプ202において変更レ
ベルミスの場合、マイクロプロセツサ３１は論理
経路１９５（保存データライン）に従つてステツ
プ210に進む。旧デイレクトリエントリ５２に記
憶されたレコードデイレクトリ２５のエントリに
逆ポインタRP７９があるかどうかが検査される。
逆ポインタがないときは、要求されたデータはそ
のレコード媒体１４内にはなく、マイクロプロセ
ツサ３１はそのことをホストプロセツサ３０へ報
告するためのマシンオペレーシヨンに戻る。逆ポ
インタが存在するときは、多重レコード媒体の場
合、マイクロプロセツサ３１はステツプ211で変
更レベルが同じレコード媒体１４に記録されてい
るかどうかを判断する。もしそうでないときは、
ステツプ214で前のレコード媒体へのポインタが
要求をしたホストプロセツサ３０へ送られる；マ
イクロプロセツサ３１は論理経路２０４を介して
他のマシンオペレーシヨンに戻る。要求された変
更レベルのデータが同じレコード媒体１４に記録
されるときは、マイクロプロセツサ３１はステツ
プ212で現逆ポインタで示される次のレコードデ
イレクトリのエントリを取り出す。こうして取り
出されたレコードデイレクトリのエントリはステ
ツプ213でWCS３２の領域５２に記憶される。デ
ータがみつかるか、またはデータがレコード媒体
１４には記録されていないと判断されるまでは、
ステツプ200以下同様にステツプが遂行される。

本発明を実現するのに、これまで説明した制御
パラメータおよび構造の全てを使用する必要はな
い。たとえば逆ポインタ７９，８５、および９０
はなしで済ますこともできる。そのような場合、
受け取られた要求のDSNAMEと、レコードデイ
レクトリ２５の個々のエントリのDSNAMEとが
一致するかどうかをみるためにレコードデイレク
トリ２５が走査される。一致がみつかると、第４
図および第８図で説明したように対応するデータ
領域をアクセスすることができる。DSNAMEの
重複コピーはデータセツトの更新されたバージヨ
ンである。本発明のこうした実用的なアプローチ
は性能がそれ程重要ではないようなローコストの
システムに有益である。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば非削除性
を有する記録媒体に適応する簡単なデータ記憶管
理の方法が提供される。さらにこの方法は、非削
除性を有する記録媒体（１回しか書込みのできな
い記録媒体）だけでなく、再書込み可能な記録媒
体など多種多様な記録媒体にも適用することがで
きる。したがつて再書込み可能な記録媒体におい
ては更新および削除に関するコストが削減でき、
しかも、複雑な方法によらずデータ変更の履歴を
残しておくことができる等の利点がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を利用することのできるデイス
クタイプのデータレコーダを簡略的に示す図、第
２図は第１図に示すデータレコーダのブロツク
図、第３図はレコードデイレクトリおよびデータ
の記録形式の他の実施例を示す図、第４図は第１
図に示すシステムにおいて使用可能なアドレス指
定構造を説明する図、第５図はレコード媒体のア
ドレスマツプを示す図、第６図は自己保存式デイ
レクトリのための拡張可能なデイレクトリエント
リの例を示す図、第７図はレコード媒体をアクセ
スするための要求の形式を示す図、第８図は本発
明を用いるマシンオペレーシヨンを示す流れ図で
ある。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 第１及び第２のアドレスにより定義された１
   つの連続的アドレス空間の記録領域を有するデー
   タ記録ユニツトを準備し：複数のデータレコード
   を、新データレコードと記録済の現データレコー
   ドの変更のための変更データレコードとを区別せ
   ずに、上記記録領域上に上記第１アドレスから第
   ２アドレスに向う方向で順次に記録し：各データ
   レコードの記録毎に、データレコードの識別子及
   び記録ロケーシヨンのアドレスデータから成るレ
   コードデイレクトリエントリを作成し、：各レコ
   ードデイレクトリエントリを上記記録領域上に上
   記第２アドレスから第１アドレスに向う方向で順
   次に記録する、データレコード記録領域とレコー
   ドデイレクトリエントリ記録領域との境界が予め
   定められていないデータ消去不能の記録媒体上の
   データ記録方法であつて： 変更データレコードに関連して記録すべきレコ
   ードデイレクトリエントリの作成に当り、該変更
   データレコードを特定する変更レコードデイレク
   トリエントリと変更対象の現データレコードを特
   定する現レコードデイレクトリエントリのアドレ
   スデータとを組合せて更新レコードデイレクトリ
   エントリを作成し、この更新レコードデイレクト
   リエントリを変更データレコードのためのレコー
   ドデイレクトリエントリとして記録する事を特徴
   とする上記データ記録方法。