JPH047630A - 記憶媒体アクセス方法 - 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） 本発明は、１単位のデータブロックをそれぞれ格納する
ための複数の単位領域を備えた記憶媒体に係る記憶媒体
アクセス方法に関する。

（従来の技術） ン 計算機システ゛ムにおいて、データを保存する媒体とし
て各種の記憶媒体が利用されている。一般的に広く普及
している記憶媒体の例としては、フロッピーディスクや
ハードディスク等を挙げることができる。これらの記憶
媒体の記憶領域は、その効率的利用を図るため、所定の
記憶容量を１単位とした複数の単位領域に分割して利用
される。

記憶媒体に格納されるデータは、この単位領域を意識し
て格納される。即ち、−群のデータは、単位領域の容量
に対応させた１単位のデータブロックに分割されて格納
される。このように、単位領域毎にデータブロックを格
納するため、例えば記憶媒体上で、−群のデータを格納
する領域が物理的に連続して確保できなくても良いとい
った利点がある。即ち、必要な数の単位領域が確保でき
れば良く、必ずしもこの単位領域が物理的に連続してい
なくとも良いといった利点がある。

第２図に、一般的な計算機システムの構成図を示す。

図に示すように、ＣＰＵ　１には、パスライン２を介し
てファイルコントロールボード（ＰＣＢ）３と主記憶装
置（ＭＥＭ）４が接続されている。

ＣＰＵ　１は、システムを構成する各部の制御及び各種
の演算処理等を行なうものである。パスライン２は、シ
ステムを構成する各部の間のデータ転送等を行なうため
の信号線である。ＰＣＢ３は、記憶媒体、この場合フロ
ッピーディスク５のアクセス（読出し及び書込み）制御
を実行するインタフェースである。ＭＥＭ４は、ＣＰＵ
Ｉの参照するプログラムやデータを格納するＲＡＭ等か
らなるものである。

さて、フロッピーディスク５は、その使用に先立ってフ
ォーマットがなされ、記憶領域が所定単位の単位領域に
分割される（レコードの生成）。

−群のデータをフロッピーディスク５に格納する場合、
この単位領域の容量に合致した複数のデータブロックに
分割される。また、フロッピーディスク５上の各レコー
ドの使用状況を管理するため、ＭＥＭ４上に管理テーブ
ルが設けられる。

フロッピーディスク５のアクセスは、ＣＰＵ　１がアク
セス指示（読出し制御及び書込み制御の種別やファイル
名等からなるもの）をＰＣＢ３に出すことによりなされ
る。即ち、ＣＰＵ１は、フロッピーディスク５のアクセ
ス制御をＰＣＢ３に委ねる。具体的には、ＣＰＵ　１は
フロッピーディスク５のアクセスを実行する場合、ＰＣ
Ｂ３に指示を出す、ＰＣＢ３は、この指示を解析し、例
えば書込み制御の場合、ＭＥＭ４上の管理テーブルを参
照して空いている単位領域レコードを確保し、この確保
した単位領域に一群のデータに基づくデータブロックを
格納する。読出し制御の場合は、同じ＜ＭＥＭ４上の管
理テーブルを参照して一群のデータを構成する各データ
ブロックが格納された単位領域を把握し、順次各単位領
域からデータブロックを読出して一群のデータを生成す
る。

第３図に、アクセスの概念図を示す。

図には、フロッピーディスク５と、ＭＥＭ４上に設けら
れる管理テーブル１０が示されている。

フロッピーディスク５には、第１〜第７領域６８〜６ｇ
の７つの単位領域から成るファイル領域６が設けられて
いるものとする。これらの各領域に対応して管理テーブ
ル１０も第１〜第７項目１０ａ〜１０ｇの７つの項目が
設けられている。

第１〜第７領域６８〜６ｇは、所定量（１単位）のデー
タブロックを一つ格納する領域である。管理テーブル１
０は、フロッピーディスク５上の各領域と一対一に対応
して設けられ、各領域の使用状況及び他の領域との連続
性を保つための識別子を格納するものである。

いま、フロッピーディスク５の第２及び第６領域６ｂ、
６ｆには、それぞれ独立したデータブロック、即ちお互
いに関わりのないＡ、Ｂデータブロックが格納されてい
るものとする。このため、管理テーブルｌＯの第２及び
第６項目１０ｂ、ｌｏｆには、それぞれ連続する項目が
管理テーブル１０上に存在しないことを示すＥＮＤ識別
子（例えば内容“ＦＦＦ＋ｓ”）が格納されている。

一方、第１領域６ａ、第３〜第５領域６０〜６ｅ、そし
て第７領域６ｇには、それぞれ第１データブロツク、第
２〜第４データブロツク、そして第５データブロツクが
格納されている。

これら５つのデータブロックは、第１データブロツク〜
第５データブロツクの順番で配置することにより、−群
のデータ７が生成されるものである。従って、これらの
データブロックを読出す場合、第１データブロツクを最
初に読出し、最後に第５データブロツクを読出す必要が
ある。

このため、管理テーブル１０の各項目には、次に読出す
べき領域に対応した項目を特定する識別子が格納されて
いる。即ち、第１項目１０ａには、第３項目１０ｃを指
示する第３識別子が、第３項目１０ｃには、第４項目ｄ
を示す第４識別子が、同様に第４項１０ｄ及び第５項目
１０ｅには、それぞれ第５及び第７識別子が格納されて
いる。なお第７項目Ｌｏｇには、以後続く項目が無いた
め、−群のデータに関する最終の項目であることを示す
ＥＮＤ識別子が格納されている。

さて以上の構成において、第１〜第５データブロツクを
アクセス（例えば読出し）する場合について第４図を参
照しながら説明する。

第４図は、従来のアクセス方法のフローチャートである
。

まず初めにＦＣＢ３は、ＣＰＵ　１からアクセスの指示
を受けると、指示されたファイル名からアクセスすべき
データブロックを決定する（ステップＳｌ）。具体的に
は、ファイル名に基づいて最初にアクセスすべき領域に
対応する第１の項目１０ａが把握でき、この第１項目１
０ａに対応するフロッピーディスク５上のトラック番号
、サイド番号、物理セクタ番号を決定する。即ち、第１
領域６ａが特定される。そして、−度にアクセスするデ
ータ長（単位領域−つ分のデータ長を示すパラメータ）
の決定を行ない（ステップＳ２）、これらの決定事項に
基づいてフロッピーディスク５のアクセスを行なう（ス
テップＳ３）。アクセスが完了すると、ＦＣＢ３は、第
１の項目１０ａの内容がＥＮＤ識別子か否か、即ちアク
セスの処理が終了か否かを判断する（ステップＳ４）。

ここでは結果がＮＯとなり、再びステップＳ１に戻る。

そして最後に、第７領域６ｇから第５データブロツクが
読出されると、ＦＣＢ３は第７項目１０ｇの内容がＥＮ
Ｄ識別子であることを認識し読出しの処理を終了する。

なお読出された各データブロックは、順次ＭＥＭ４上に
転送され、最終的に一群のデータ７が生成される。

（発明が解決しようとする課題） さて、以上説明した記憶媒体のアクセス方法は、一つの
データブロックをアクセスする度に、新たにアクセスし
ようとするデータブロックが格納された領域の算出する
処理（ステップＳｌ）を行ないフロッピーディスク５上
の所望の領域を特定するためのシーク等の処理を実行す
ることになる。このように、データのアクセスに直接間
わりのない機械的な処理が入るため、迅速なアクセス完
了が難しいといった問題が生じていた。また、より短時
間でアクセスを完了させようとした場合、シーク時間等
の短い高性能のハードウェアを用意しなければならない
といつた問題も生じていた。

本発明は以上の点に着目してなされたもので、特別なハ
ードウェアを用意することなく容易にアクセス時間の短
縮を図ることのできる記憶媒体アクセス方法を提供する
ことを目的とするものである。

（課題を解決するための手段） 本発明の記憶媒体アクセス方法は、それぞれ１単位のデ
ータブロックを格納するため記憶媒体上に形成された複
数の単位領域と、前記各単位領域と、前記何れかの単位
領域の次にアクセスすべき前記他の単位領域を特定する
識別子とを対応付けた管理テーブルとを備え、前記管理
テーブルを参照して前記単位領域毎のアクセスを行なう
ものにおいて、前記管理テーブルを参照した結果、その
後連続してアクセスすべき複数の単位領域の物理アドレ
スが相互に連続している場合に、前記ファイル管理テー
ブルの一つの参照結果で、当該複数の単位領域を１度に
アクセスするものである。

（作用） この方法は、記憶媒体へのアクセスを実行する前に、実
行すべき単位領域が記憶媒体上で物理的に連続している
か否かの判断を行なう。この結果物理的に連続している
と判断された複数の単位領域については、各単位領域を
１かたまりの領域として１度にアクセスする。この場合
、複数の単位領域にまたがってアクセスが実行されるた
め、各単位領域毎にその物理的な位置算出等を行なう必
要がない。

（実施例） 本発明は、先に第２図において説明した計算機システム
において実現でき、また、フロッピーディスク５の管理
は、従来同様管理テーブル１０を用いて行なう。

従ってここでは、第２図及び第３図を参照しながら本発
明に係る第１図の説明を行なう。

第１図は、本発明の記憶媒体アクセス方法のフローチャ
ートである。

第１図の説明に入る前に、本発明の詳細な説明すると、
アクセスすべきフロッピーディスク５上の単位領域が物
理的に連続しているか否か、即ち管理テーブル１０の各
項目に格納された識別子の内容が連続したものであるか
を把握する。この結果連続していなかった場合には、従
来同様フロッピーディスク５の各領域を一つ一つアクセ
スする。

一方、連続していた場合には、複数の領域をまとめてア
クセスする。即ち、通常、例えば１にバイトずつアクセ
スしていたものを、２にバイト、３にバイト単位でアク
セスする。

さてここで、具体的な説明に入る。

第１図においてステップＳｌｌ及びステップＳ１２は、
先に第４図において説明したステップＳｌ、Ｓ２と同一
の処理である。ステップＳ１３において、先に決定した
データブロックに対応した管理テーブルｌｏ上の項目（
この場合第１項目１０ａ）の内容を解析して次にアクセ
スすべき領域に対応する項目の把握を行なう（ステップ
Ｓ　１３）　、この結果、第３項目１０ｃが把握され、
これに対応する第３領域６ｃが次にアクセスするデータ
ブロックであるものとして決定される。そしてＦＣＢ３
は、新たに把握された項目（第３項目１０ｃ）と先に把
握した項目（第１項目１０ａ）が、管理テーブル１０上
で物理的に連続する項目であるか否かを判断する（ステ
ップ５１４）。この物理的に連続する項目とは、例えば
第１項目１０ａの場合、物理的に連続する項目は第２項
目１０ｂのみを指す。この第２項目１０ｂについては、
第１項目１０ａと第３項目１０ｃである。

この場合、ステップＳ］４の結果がＮＯとなりステップ
Ｓ１５に移る。ステップＳ１５では、ステップ３１３で
把握されたデータブロックが最終のデータブロックであ
るか否か、即ち管理テーブル１０上の項目の内容がＥＮ
Ｄ識別子であるか否かの判断を行なう。ここでは、この
結果がＮＯとなり（第３項目１０ｃの内容は第４識別子
であるため）、ＦＣＢ３は、第１領域６ａのみをアクセ
スする中間アクセスを実行しくステップ５１６）、ステ
ップＳ１２に戻る。ステップＳ１２ではパラメータの設
定がなされ、ステップＳ１３において、今度は第３項目
１０ｃの内容、即ち第４識別子に基づいて第４項目１０
ｄが把握され（ステップ５１４）、ステップＳ１５に移
る。ステップＳ１５において結果がＹＥＳとなり、ステ
ップＳ１７に移る。ステップＳ１７では、ステップＳ１
５同様に、最終のデータブロックの決定であるか否かが
判断され、この場合結果がＮＯとなり、パラメータの変
更、即ち先にステップＳ１２において設定したパラメー
タと同様の内容が加算され、ステップＳ１３に戻る。以
後ステップＳ１３．Ｓ１４．Ｓ１７．Ｓ１８といったル
ープが管理テーブル１０の第５項目１０ｅ迄実行される
。そして、ステップＳ１３において第７項目１０ｇに対
応する第７領域６ｇが把握される。ここでステップＳ１
４の結果がＮＯｌそしてステップＳ１５の結果がＹＥＳ
となる。そしてステップＳ１９が実行される。このステ
ップＳ１９では、第３領域６０〜第５領域６ｅの第２デ
ータブロツク〜第４データブロツクの３つのブロックが
一度にアクセスされる。即ち、アクセスを開始する先頭
領域が第３領域６ｃで、３つのデータブロックに対応す
るパラメータに応じたデータ（例えば３にバイト）がア
クセスされる。その後、最後にステップＳ１３において
決定されたデータブロックについてパラメータ（例えば
１にバイト）が決定され（ステップ５２０）、そのアク
セス（第７領域６ｇ）が実行され（ステップ５２１）、
処理を終了する。なお、例えば第５領域６ｅの第４デー
タブロツクが最終のデータブロックである場合には、ス
テップＳ１４の後ステップＳ１７においてＹＥＳとなり
、第３領域６０〜第５領域６ｅの第２データブロツク〜
第４データブロツクのアクセスが連続的に実行され（ス
テップ５２２）、処理を終了する。

ところで、書込み処理を行なう場合は、管理テーブル１
０を参照して空いている項目を検索することになるが、
この空いている内容を示す項目が連続しているか否かを
判断することにより、先に書込み処理を例に説明したも
のと同様の手順で同様の処理を実現することができる。

以上の説明のように、フロッピーディスク５上に物理的
に連続して格納されたデータブロックについては、複数
を一度にアクセスする。これにより、各ブロックのアク
セスを行なう度に、シーク等の機械的な処理時間を費や
す必要がない。

本発明は以上の実施例に限定されない。

実施例では記憶媒体の例としてフロッピーディスクを挙
げたが、これは特に限定されるものでなく、ハードディ
スク等、記憶領域を一定の領域に区画され、各記憶領域
が管理テーブルにより管理される記憶媒体であるならば
いかなるものでもかまわない。

（発明の効果） 以上説明の記憶媒体アクセス方法によると、記憶媒体上
の複数の単位領域を一度にアクセスすることができるた
め、特別に高速なハードウェア等を用意しなくとも、−
群のデータに対応する複数のデータブロックについて速
やかにアクセスを完了することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の記憶媒体アクセス方法のフローチャー
ト、第２図は一般的な計算機システムの構成図、第３図
はアクセスの概念図、第４図は従来のアクセス方法のフ
ローチャートである。 １・・・ＣＰＵ、２・・・パスライン、３・・・ファイ
ルコントロールボード（ＰＣＢ）、４・・・主記憶装置
（ＭＥＭ）、 ５・・・フロッピーディスク。 −船釣な計算機システムの構成図 第　　２　図 従来のアクセス方法のフローチャート 第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 それぞれ１単位のデータブロックを格納するため記憶媒
   体上に形成された複数の単位領域と、前記各単位領域と
   、前記何れかの単位領域の次にアクセスすべき前記他の
   単位領域を特定する識別子とを対応付けた管理テーブル
   とを備え、前記管理テーブルを参照して前記単位領域毎
   のアクセスを行なうものにおいて、 前記管理テーブルを参照した結果、 その後連続してアクセスすべき複数の単位領域の物理ア
   ドレスが相互に連続している場合に、前記ファイル管理
   テーブルの一つの参照結果で、当該複数の単位領域を１
   度にアクセスすることを特徴とする記憶媒体アクセス方
   法。