JPH0484341A

JPH0484341A - ファイル記憶方式

Info

Publication number: JPH0484341A
Application number: JP2199604A
Authority: JP
Inventors: Masahiro Kurata; 正博倉田
Original assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: NTT Inc
Priority date: 1990-07-27
Filing date: 1990-07-27
Publication date: 1992-03-17

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、情報処理システムにおけるファイル記憶方式
に関する。

〔従来の技術〕

計算機システムの記憶域は、主記憶と二次記憶（磁気デ
ィスク装置等の外部記憶）の２種類に大別される。この
うち、後者の二次記憶は一般にファイルあるいはデータ
セットと呼ばれる空間に分割され、管理される。従来、
この分割された記憶空間（ファイル）は、利用者からは
アドレス連続な空間として定義され、主記憶と類似のア
ドレス機構でアクセスさせる方式も出現しているが、フ
ァイル空間として定義された空間には歯抜は部分なしに
実記憶エリアが割付られている。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術では、将来のデータ追加等を考慮して予備
のアドレス空間を内部に確保すると実空間も同時に確保
されてしまうため、記憶装置の有効利用が図れないとい
う問題があった。また、記憶域の部分障害時に該当する
ファイルの論理アドレスが分らず、例え予備の記憶領を
割付けても部分だけの情報復旧ができないという問題が
あった。

本発明の目的は、このような問題を解決し、実記憶域を
アクセス要求時に割付けるファイル記憶空間を提供して
、記憶域の効率的な使用を可能とすることにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するために、請求項（１）の発明では、
論理アドレス対応に実記憶末剤付か否かの判定情報を有
し、論理アドレスから実アドレスへの変換表と、空き実
記憶域を管理する管理表とを備え、アクセス要求を受付
けた時、前記変換表をサーチし、論理アドレスの対応エ
ントリの判定情報により未割付か否かの判定行い、未割
付は時には前記管理表により空き実記憶の割付を行って
からアクセスを行うとともに、前記変換表と管理表をそ
の存在場所とは別障害単位の記憶域に保存することを特
徴とする。

また、請求項（２）では、実アドレスからファイルとそ
の論理アドレスを求める変換機構を備えることを特徴と
する。

〔作　用〕

アクセス要求を受けると、変換表の該当する論理アドレ
スの対応エントリの判定情報を調べて、既割付（有効）
であれば、該エントリの実アドレスを用いて二次記憶へ
の入出力を行う、一方、未割付であれ（無効）であれば
、アクセス要求が入力要求か出力要求かを調べ、入力要
求の場合には何もせずに終了を処理するが（正常又は異
常扱い）、出力要求であれば、管理表を参照して当該ブ
ロックに実記憶を割付けて二次記憶へアクセスする。

変換表と管理表をその通常の存在場所とは別障害単位の
記憶域に保存し、記録された情報と保存された変換表と
を保存ファイルとして使用する。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例について図面により説明する。

第１図は論理アドレスに固定サイズ（ブロックと呼ぶ）
の実記憶を単位として割付ける本発明の一実施例の概念
図である。第１図において、１は論理アドレスから実ア
ドレス（ここでは論理ブロック番号から実ブロック番号
）へ変換するアドレス変換表、２は空き実記憶域を管理
している空き実記憶管理表、３は磁気ディスク装置など
の二次記憶装置である。二次記憶装置３にはアドレス変
換表１及び実記憶管理表２の保存域３３．３４を設ける
。４はアクセス要求を処理するアクセス機構で、これに
は実記憶割付機構４０が含まれる。

５はアドレス変換表１と空き実記憶管理表２を二次記憶
装置３へ保存する表保存機構がある。アドレス変換表１
は、論理アドレス対応のエントリ１１に実アドレスを格
納するフィールド１２と当該フィールドが有効か否かを
示すフラグ部１３を備えている。もちろん、該変換表の
構成により割付単位（ブロックのサイズや実ブロックの
アドレス構造）を可変とすることも容易である。アドレ
ス変換表１及び空き実記憶域表２は主記憶上に実現する
方法と磁気ディスク等保存記憶の制御装置内に実現する
方法とがある。

第２図はアクセス機構４の処理フローを示したものであ
る。アクセス要求を受けると、アドレス変換表１をサー
チしくステップ１０１）、該当する論理アドレスの対応
エントリ１１のフラグ部１３を調べて（ステップ１０２
）、有効であれば、フィールド１２の実アドレスを用い
て二次記憶装置３への入出力を行う（ステップ１０３，
１０８）。

対応エントリ１１のフラグ部１３が無効であれば、アク
セス要求が入力要求か出力要求かを調べ（ステップ１０
４）、入力要求の場合には何もせず終了処理をしくステ
ップ１０５）、出力要求であれば、実記憶割付は機構４
０により当該ブロックに実記憶を割付け（ステップ１０
６）、表保存機構５に保存処理を依頼するとともに（ス
テップ１０７）、二次記憶装置３ヘアクセス要求の出力
を実行する（ステップ１０８）。

実記憶割付機構４０の実記憶割付処理は、空き実記憶管
理表２から空きブロックを見つけ、アドレス変換表１の
該当フィールド１２に実アドレスを登録してフラグ部１
３を有効とし、管理表２の該ブロックを使用中とするこ
とで実現される０割付ける実ブロックの決定方法として
は、シーク動作を減らすため、近傍の論理アドレスに割
付けられた実記憶と同一シリンダあるいは磁気ヘッドの
存在するシリンダの実記憶を優先割付候補とするなども
、予め割付は処理の効率化を考慮して管理表を構成する
ことにより、容易に実現することが可能である。

なお、アクセス機構４としては、実記憶域を論理アドレ
スへ割付ける命命を用意しておき、アクセス時に該当エ
ントリが無効であればエラーリターンさせる構成も可能
である。利用者は当該原因によるエラーリターン時の実
記憶域の割付を指示して再実行すれば同様の効果を得る
ことができる。

第３図は表保存機構５の処理例を示したものである。表
保存機構５は、アドレス変換表１と空き実記憶管理表２
を二次記憶装置３に書込む処理を行う、これらの表は、
実記憶と格納情報との対応を管理するものであり、非常
に重要な情報であるので、高信頼性が必要となる。この
ため、二次記憶装置３に保存域３１を設け、それに更新
中フラグ３２を付加し、処理の初めと終りに該フラグ３
２を設定するステップ２０１，２０４を設けるとともに
、更新前情報を保存域３１に保存するステップ２０２を
、表保存域３３．３４に変換表１、管理表２を書込むス
テップ２０３の前に設ける。

これにより、更新処理中の異常事態で保存が中断しても
、保存域３１の更新前情報により表の回復が可能となる
。なお、表保存域３３．３４を２重化し、更新中表示を
２面設けることによっても、同様の情報回復処理を実現
できる。

信頼性を問題にしない場合には、ステップ２０２を省略
してもよい。この場合には、更新中フラグ３２によりリ
カバリが必要と判断された場合には、当該装置全体のリ
カバリ処理を起動するような機構を組込む。

なお、アドレス変換表１および空き実記憶管理表２の保
存光は、これらの表の存在する装置が障害になったり、
電源断となった場合に関連して情報が失われる恐れがな
い記憶域であればよく、実記憶の割付は対象装置であっ
てもよいし、別装置でもよい、また、保存処理は変更部
分について実施すればよく、表金体について行う必要は
ない。

第４図は本発明を多重化環境で使用する構成例であり、
特にその場合に必要となるシリアル化機構６とアクセス
機構４の関係を示したものである。

多重処理環境で用いる場合には、アドレス変換表の更新
を行う場合、この更新処理中に他のアクセスによって更
新されることを防ぐために、アクセス機構４は参照前に
シリアル化機構６に許可を得（ステップ３０１〜３０４
）、変換表および管理表に関連する操作が終了後にシリ
アル化機構に完了を通知する（ステップ３０５，３０６
）　、本構成例では、更新が不要なアクセスはシリアル
化機構を使用していないが、既に割付は済みの論理アド
レスの変換情報を変更することを前提とする場合などに
はシリアル化機構を使用することになる。

シリアル化機構６は、単一プロセッサ内に閉じたものだ
けでなく、複数のプロセッサ間のシリアル処理を行うも
のも同じである。

第５図は本発明の他の実施例の概念図であって、実アド
レスからファイル（データセット）とその論理アドレス
を求め易いように、アドレス変換表１を変更するととも
に、実アドレスからファイルと論理アドレスを求める実
アドレス変換機構７を追加したものである。

実アドレス変換機構７は、利用者から実アドレス変換要
求の指示を受けてアドレス変換表１を調査し、当該実記
憶域が割付けられているファイルとその論理アドレスの
リストを作成して利用者に返す。もちろん、実アドレス
の指定方法としては、アドレス範囲を指定する方法とア
ドレスリストを指定する方法があり、アドレス範囲の指
定方法としては先頭と最終を指定する方法と先頭とサイ
ズを指定する方法があり、いずれの方法も実現は容易で
ある。なお、アドレス変換表１は第１図の構成のままと
し、実アドレスから論理アドレスへの変換表を空き実記
憶管理表と一体構成としてもよく、上記のように作成し
なくても調豪論理の工夫により容易に実現することがで
壱る。

〔発明の効果Ｊ以上の説明から明らかな如く、本発明によれば、利用者
は、ファイルの初期設定時に、将来追加や拡張が予想さ
れ、空き実記憶管理表などの空間部分のファイル書込み
は行わずスキップして、有効情報の存在するブロックの
書込みだけを行うことで、利用者は実際に使用する保存
記憶装置より大きなファイル空間を使用することができ
る。この結果、記憶域の管理負担が大幅に軽減され、フ
ァイルの容量の設計が容易になる。ソフトの設計が容易
になる、エリア不足によるファイル再編成が不要になる
など、大きな副次的効果をもたらす。

なお、請求項（１）の構成では、複数ファイルの相関の
ない論理ブロックをある実記憶域に格納することになる
ため、媒体の障害等で復元が必要となった場合、復元が
必要な範囲が非常に大きなものとなる。これに対し、請
求項（２）によれば、障書簡所を示す実記憶のアドレス
範囲から、復元が必要なファイルと論理ブロックの情報
を容易に得ることができるため、復元範囲を大幅に縮小
でき、保存記憶としての可用性を大幅に改善できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の概念図、第２図はアクセス
機構の処理フロー図、第３図は表保存機構の処理フロー
図、Ｍ４図は本発明の多重処理環境への適応時の処理フ
ロー図、第５図は本発明の他の実施例の概念図である。Ｉ・・・アドレス変換表、　２・・空き実記憶管理表、
３・・・二次記憶装置、３３・・・アドレス変換表保存域、３４・・・空き実記憶管理表保存域、４・・アクセス機構、　５・・・表保存機構、７・・・
実アドレス変換機構。第１図第２図第３図第４図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）計算機システムにおける二次記憶の記憶エリアを
論理的な単位（以下ではファイルと呼ぶ）に分割して管
理し、これらのファイル内の記憶域へファイル毎に独立
なアドレス（論理アドレス）でアクセスするファイル記
憶方式において、論理アドレス対応に実記憶未割付か否
かの判定情報を有し、論理アドレスから実アドレスへの
変換表と、空き実記憶域を管理する管理表とを備え、アクセス要求を受付けた時、前記変換表をサーチし、論
理アドレスの対応エントリの判定情報により未割付か否
かの判定行い、未割付け時には前記管理表により空き実
記憶の割付を行ってからアクセスを行うとともに、前記
変換表と管理表をその存在場所とは別障害単位の記憶域
に保存することを特徴とするファイル記憶方式。
（２）実アドレスからファイルとその論理アドレスを求
める変換機構を備えることを特徴とする請求項（１）記
載のファイル記憶方式。