JPH07210438A - ファイル管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】ツリー構造のファイル管理システムに関し、破
壊に対する影響の大きい管理情報の２重化を図ることに
より、ファイルの保護を行なう簡便で効果的な方法を提
供することを目的とする。 【構成】ファイルをツリー構造で管理するファイル管理
システムにおいて、ファイル４を生成するとき、そのフ
ァイルを規定する同一内容の正副２つの管理情報21，22
を生成し、かつ、このファイル４を配下とするディレク
トリファイル３の内容として、管理情報21，22を各々対
応して指定する２つの管理情報ポインタ31，32と、どち
らを使用するかを、すなわちどちらが正であるかを指定
する正指定フラグ33とを生成し、ファイル４をアクセス
するとき、ディレクトリファイル３のフラグ33の指定す
る正管理情報ポインタ31／32により正管理情報21／22を
読み出し、それが破壊されているとき、副管理情報ポイ
ンタ32／31を使用してやり直す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ＯＳの一部を構成する
ファイル管理システムのファイル管理方法に関する。近
年のコンピュータシステムでは、多数のファイルを使用
するため、ファイルは相互の関係を関連づけて管理する
（ファイルをツリー構造で管理する）。あるファイルを
アクセスすることは、ツリーの繋がりをたどって、ファ
イルを規定するファイル管理情報を頻繁にアクセスする
ことになり、ファイル管理情報が破壊される可能性も高
くなる。それを防ぐ方法が必要となった。

【０００２】

【従来の技術】図５〜図７は、ツリー構造のファイル管
理の例を示す説明図である。図５は、磁気ディスク等の
ファイル装置内の記憶領域の配置を示す。固定位置（例
えば、シリンダ０，トラック０，セクタ６）にファイル
装置の構成等の基本的事項を記録しておく物理ボリュー
ムラベル（ＰＶＯＬ）があり、その内容の１つに論理ボ
リュームの規定がある。図の例では３個の論理ボリュー
ムを規定しており、物理的には１個の磁気ディスク（物
理ボリューム）であるが、論理的に３つの磁気ディスク
（論理ボリューム）があるかのように扱うことができ
る。ＰＶＯＬでそれぞれの論理ボリュームの先頭位置と
大きさを指定する。なお、論理ボリュームを設定しない
方式もある。その場合、論理ボリューム＝物理ボリュー
ムである。

【０００３】論理ボリュームの先頭に論理ボリュームラ
ベル（ＬＶＯＬ）１があり、その中にその論理ボリュー
ムに含まれるファイルを管理するためのデータであるフ
ァイルコントロールブロック（以下ＦＬＣＢと記す）２
の先頭位置とその大きさとを指定する情報がある。ＦＬ
ＣＢ２は、その論理ボリューム内のファイルを規定する
管理情報を集めたものであり、論理ボリューム内に１個
存在する。

【０００４】図６は、ＦＬＣＢ２と、それによって規定
・管理されるファイルとの関係を示す説明図であり、図
５の１つの論理ボリュームに対応する。また、図７にそ
の場合のツリー状に連鎖するファイル相互の関係を示
す。図６に示すように、ＦＬＣＢ２には一定の大きさ
（例えば２５６バイト）の管理情報 21r〜が、ファイル
に対応してファイルの数だけ保持されている。管理情報
21r〜はＦＬＣＢ２の先頭から順に番号がつけられてお
り（いわばＦＬＣＢ２内のアドレスである）、この番号
（管理情報番号ｎ）によって指定される。

【０００５】管理情報 21r〜は、対応するファイルの論
理ボリューム内の位置や大きさ、アクセス権、データフ
ァイルであるかディレクトリファイルであるかの区別等
の情報を保持する。

【０００６】ファイルには、データファイル4a,4b,〜と
ディレクトリファイル3a,3b,〜とがある。データファイ
ル4a,4b,〜は通常のデータを保持するファイルであり、
ディレクトリファイル3a,3b,〜は、関係の深い複数のフ
ァイルをまとめるファイルで、その配下とする他のファ
イル（データファイル、ディレクトリファイルのいずれ
でもよい。数も任意である。）の名前（ファイル名称）
と管理情報番号ｎとの対を保持するファイルである。ア
クセスするためにあるファイルを指定するときは、その
ファイルの名前の前に、そのファイルを配下としている
ディレクトリファイルの名前を付加することにより行な
う。例えば、データファイルの１つであるＣファイル4c
を指定するには、／ｘｘｘ／ｙｙｙ／Ｃとする。このよ
うにして、ファイルは相互の関連をツリー状に表した連
鎖として管理される。ディレクトリファイルの階層は何
段階になってもよい。その階層の始めを規定するのがル
ートディレクトリファイル3rであり、必ず１つ存在す
る。

【０００７】ＦＬＣＢ２の若い番号の幾つかは特定の用
途に用いることが決まっている。図６において、ＦＬＣ
Ｂ２の番号３は、ルートディレクトリファイルの管理情
報21r として使うことに決められている。他に、例えば
ＦＬＣＢ２自体をファイルとして扱うためのＶＴＯＣ、
ファイルを連続したセクタでなくても使えるようにする
ＭＡＰデータの管理のためのＶＭＡＰ等があるが、本発
明と直接の関係はないので説明は省略する。

【０００８】管理情報 21r〜にはファイルの位置を指定
する情報があり、その情報によってファイルをアドレス
できる。ディレクトリファイル３は、その配下のファイ
ルを規定する情報、すなわち、ファイル名称30とそのフ
ァイルの管理情報の番号を指定する管理情報ポインタ31
との組を複数保持できる。

【０００９】ファイル管理システムは、ファイルを生成
するとき、ファイルの階層（どのディレクトリファイル
の配下にするか）とファイル名称とを操作者またはアプ
リケーションプログラムの指定を受けて決める。ＦＬＣ
Ｂ２の空いている管理情報番号ｎを探し、そこに、生成
したファイルの位置をはじめとするファイルを規定する
情報を記入する。そして、指定されたディレクトリファ
イル３の中にファイル名称と管理情報ポインタ31を記入
する。生成済のファイルをアクセスするときは、ファイ
ルのパス名（ディレクトリファイルの名称の連鎖）とフ
ァイル名称によって、次のようにＦＬＣＢ２の管理情報
21とディレクトリファイル３との連鎖をたどって目的の
ファイルに到達する。

【００１０】図６において、Ｃファイル4cをアクセスす
る場合、まず、管理情報番号が３である管理情報21r に
よって、ルートディレクトリファイル3rをアクセスす
る。その内容によって管理情報番号ｎが１２の管理情報
21x をとりだし、その指定によりｘｘｘディレクトリフ
ァイル3xの内容を探し、ｙｙｙディレクトリファイル3y
の管理情報21y の位置（管理情報番号ｎが５５）を知
る。管理情報21y の指定によりｙｙｙディレクトリファ
イル3yをアクセスし、その内容にＣファイル4cがあるこ
とを見つけると、その管理情報21c の位置（管理情報番
号ｎが１０４）を知る。管理情報21c の指定によりＣフ
ァイル4cをアクセスする。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】データファイルの破壊
が起こった場合、その影響はそのファイルに限られる
が、管理情報の破壊の場合は影響が大きい。例えば管理
情報番号ｎが１２の管理情報21x が破壊されたとすると
ｘｘｘディレクトリファイル3xはアクセスできない。そ
ればかりでなく、その配下につながる全ファイル（この
例では、Ａファイル4a，ｙｙｙディレクトリファイル3
y，Ｂファイル4b，Ｃファイル4c）がアクセスできなく
なり喪失したのと同じになる。従って、管理情報 21x〜
を保護することがより重要である。

【００１２】ファイルの破壊に対処する方法として行な
われるものにファイルの２重化がある。ファイルを２重
化すればデータも管理情報も二重になり、ファイルの喪
失を防止する効果は大であるが、データを記憶する領域
が２重になり、実効容量の減少が大きい。例えば、全フ
ァイルを２重化すれば、実効容量は半分になる。また、
ファイルを２重化すると、書込み時には、両方に書き込
む必要があるなどその管理も面倒である。

【００１３】本発明は、破壊に対する影響の大きい管理
情報の２重化を図ることにより、簡便で効果的な、ファ
イル破壊に強いファイル管理方法を提供することを目的
としている。

【００１４】

【課題を解決するための手段】図１は本発明方法の原理
説明図である。ファイルをツリー構造で管理する、オペ
レーティングシステムのファイル管理システムにおい
て、ファイル４を生成するとき、正副２つの管理情報2
1，22を生成する。それら２つの管理情報21,22 は同じ
ファイル４を指定する。そして、このファイル４を配下
とするディレクトリファイル３の内容として、管理情報
21を指定する管理情報ポインタ31と、管理情報22を指定
する管理情報ポインタ32と、どちらが正の管理情報ポイ
ンタであるかを示す正指定フラグ33とを生成する。

【００１５】ファイル４をアクセスするとき、ディレク
トリファイル３の正指定フラグ33の指定に従って、正の
管理情報ポインタ31（または32）により正の管理情報21
（または22）を読み出して、その内容に従ってアクセス
する。

【００１６】もし、読み出した正の管理情報21（または
22）が破壊されているときは、副の管理情報ポインタ32
（または31）によって副の管理情報22（または21）を読
み出してやり直す。

【００１７】以上の処理はファイルがディレクトリファ
イル３であっても同様である。第２の発明では、正の管
理情報21（または22）が破壊されているため副の管理情
報ポインタ32（または31）を使用してやり直した結果、
正常にアクセスできたとき、正指定フラグ33を反転させ
ておく。

【００１８】第３の発明では、正の管理情報21（または
22）が破壊されているため副の管理情報ポインタ32（ま
たは31）を使用してやり直した結果、正常にアクセスで
きたとき、正常に読み出すことができた副の管理情報22
（または21）のコピーとして新たに再生管理情報23を生
成し、ディレクトリファイル３の元の正の管理情報ポイ
ンタ31（または32）を新たに生成した再生管理情報23を
指定するように書き直す。

【００１９】

【作用】ファイル４の管理情報は２つあるので、ファイ
ル４をアクセスするのに、正副どちらの管理情報21，22
を使ってもよいことになる。ディレクトリファイル３の
管理情報ポインタは正副それぞれの管理情報に対応して
２つあるが、正指定フラグ33が例えば‘０’なら31の管
理情報ポインタを、‘１’なら32の管理情報ポインタを
指定すると決めておき、指定された方を使用する。それ
が正の管理情報ポインタ31（または32）であり、正の管
理情報21（または22）を読み出したとき、その内容が破
壊されていることが分かれば、ディレクトリファイル３
のもう１つの管理情報ポインタすなわち副の管理情報ポ
インタ32（または31）によって副の管理情報22（または
21）を読み出すことにより目的のファイル４をアクセス
することができる。なお、この後、正指定フラグ33を反
転させておけば、次からは、破壊されていない管理情報
（つまり元の副の管理情報）が正の管理情報となるので
問題なくアクセスできるようになる。

【００２０】正の管理情報21（または22）が破壊されて
いる場合に副の管理情報ポインタ32（または31）を使用
してやり直し、正常にアクセスできたとき、新たに再生
管理情報23を副の管理情報22（または21）のコピーとし
て生成し、ディレクトリファイル３の元の正の管理情報
ポインタ31（または32）を書き直すことにより、破壊さ
れた正の管理情報21（または22）を別の位置に復元した
ことになり、より安全な状態になる。

【００２１】

【実施例】図２にファイル管理システムを含むハードウ
ェア、ソフトウェア構成の例を示す。ハードウェアは一
般的なパーソナルコンピュータの構成例であって、何ら
特別なものではない。主記憶60とＣＰＵ70とＤＭＡＣ80
と各種の入出力制御部110〜150 及び入出力装置111 〜1
51 がシステムバス90により結合されている。ワークス
テーション他のコンピュータ一般も本質的には同様であ
る。

【００２２】ソフトウェアはハードウェアを効率よく制
御するためのオペレーティングシステム（ＯＳ）61と、
実際の処理を行なうためのユーザプログラムであるアプ
リケーションプログラム62とに分けられる。オペレーテ
ィングシステム（ＯＳ）61は資源管理の観点から、ＣＰ
Ｕ、主記憶、入出力装置等のハードウェアを管理する物
理的資源管理部と、プログラム、ファイル等の論理的資
源を管理する論理的資源管理部とにわけることができ
る。ファイル管理システム611 は論理的資源管理部に属
し、プログラム（ＯＳ自身も）もデータも適当な単位に
まとめたファイルの集合として管理する。ファイルは物
理的には主記憶60上で生成し、保存するときはハードデ
ィスク装置111 やフロッピーディスク装置121 に格納す
る。保存されているファイルは必要に応じて主記憶60に
読み出して使用する。

【００２３】図３は本発明のファイル管理システムの実
施例のフロ−チャ−トである。図４は管理情報が破壊さ
れている場合におけるファイルアクセス経路の説明図で
ある。図１、および図６と共通の要素には同じ符号を付
して示す。以下、図面を参照して説明する。

【００２４】ファイル管理システム611 は、アプリケー
ションプログラム62やオペレーティングシステムの他の
部分等からの要求に応じて、データファイルを生成す
る。なお、データファイルとはディレクトリファイルに
対する用語であって内容はデータでもプログラムでもよ
い。従来の方法と異なる点を図４によって説明する。

【００２５】まず、ファイルの管理情報の内容を生成す
る（C1) 。ＦＬＣＢ２内をサーチして空き番号を２つ確
保する（C2）。このときそれらの番号はあまり近い位置
ではないようにする。正と副の管理情報21，22をその２
つの位置に書き込む（C3）。ディレクトリファイル３
に、ファイル名称30と、２つの管理情報ポインタ31，32
に正と副の管理情報21，22の番号と、正指定フラグ33の
値（通常は‘０’）とを書き込む（C4）。この他は従来
の方法と同じである。

【００２６】こうして生成されたデータファイル４をア
クセスするときは、ファイル管理システムは、まず、デ
ィレクトリファイル３をアクセスする（A1）。そのエン
トリを調べて（A2）、目的のファイルの名称を探し（A
3, A4）、正の管理情報ポインタ（正指定フラグにより
２つの内のどちらであるかを判断する。ここでは‘０’
であるとする）31により正の管理情報21を読み出す（A
5）。正常に読み出せたかどうかチェックし（A6）、不
可であれば副の管理情報ポインタ32を使って副の管理情
報22を読み出す（A7）。正常に読み出せたかどうかチェ
ックし（A8）、これが正常に読み出せたなら、正指定フ
ラグ33を反転させてディレクトリファイル３に書き込む
（A9）。正の管理情報21が正常に読み出せた場合も、副
の管理情報22が正常に読み出せた場合もその内容により
ディレクトリファイルであるか否かをチェックし（A1
0)、データファイルであるなら通常のファイルアクセス
処理（A11)を行なう。もしディレクトリファイルである
なら次の階層のディレクトリファイルのアクセスを行な
う（A1）。当然、正副共に管理情報が正常でないならエ
ラー処理（A12)を行なう。

【００２７】なお、(A8,A9) の後、ＦＬＣＢ２の空き番
号を探し、そこに正常に読み出すことができた副の管理
情報22のコピーを書込み、ディレクトリファイル３の元
の正の管理情報ポインタ31を新たに生成した再生管理情
報23を指定するように書き直せば破壊された管理情報が
復元できたことになる。

【００２８】生成されているファイルを管理情報が破壊
された状態のときアクセスする場合を図４を参照して以
下に説明する。ここでは、目的のＡファイル４は、ｘｘ
ｘディレクトリファイル３の配下として生成されている
ものとする。

【００２９】ｘｘｘディレクトリファイル３はファイル
の名称30と正の管理情報ポインタ31，副の管理情報ポイ
ンタ32と、正の管理情報ポインタを指定する正指定フラ
グ33との組を配下のファイルに対応して保持している。
図においては、このディレクトリファイル３は配下にＡ
ファイル４の他にｙｙｙディレクトリファイル3yを擁し
ているため、それらに対応して２組保持している。

【００３０】Ａファイル４をアクセスしようとして、ル
ートディレクトリファイルからアクセスパスをたどり、
管理情報番号ｎが１２の管理情報により、ｘｘｘディレ
クトリファイル３をアクセスした（）。その内容か
ら、正指定フラグ33の指定する（）正の管理情報ポイ
ンタ31の指定により管理情報番号ｎが２３の正の管理情
報21を読み出した（）。ところが、これが破壊されて
いるためエラーを発生し読めないとする。この場合は、
ディレクトリファイル３の副の管理情報ポインタ32を使
用して管理情報番号ｎが１５６の副の管理情報22を読み
出す（）。これにより、Ａファイル４を正常にアクセ
スできる（）。なお、正の管理情報21，副の管理情報
22が共に破壊されることのないように、適当に離れた位
置に生成しておく必要がある。これは適当なアルゴリズ
ムにより容易に実現できる。例えば、副の管理情報22は
正の管理情報21の位置（番号）から一定数加えた番号の
位置が使われていなければそれを使い、すでに使われて
いればその前後の空き番号の位置を使用する。

【００３１】副の管理情報22により、正常にＡファイル
４がアクセスできたとき（）、新たに再生管理情報23
を副の管理情報22のコピーとして適当な位置に生成し
（）、ｘｘｘディレクトリファイルの元の正の管理情
報ポインタ31の内容をこの再生管理情報23の管理情報番
号とするように書き直す（）と、もとの正の管理情報
を復元することになる。正指定フラグ33を反転させれば
元の副の管理情報が正の管理情報となり、新たに副の管
理情報を生成したことになる。これにより、その後のア
クセスに対してより安全になる。

【００３２】以上はデータファイルについて説明した
が、ディレクトリファイルであっても正の管理情報が使
えないとき副の管理情報を使用することは同じである。
またアクセスパスの基点となるルートディレクトリファ
イルについても同様である。すなわち、固定の管理情報
番号を２つ設け、ルートディレクトリファイルの正副の
管理情報とすればよい。

【００３３】なお、従来のファイルの２重化方式と併用
することもできる。

【００３４】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ファイルをツリー構造で管理するファイル管理システム
において頻繁にアクセスする、ファイル管理情報を２重
化することにより、多数のファイルがアクセスできなく
なる危険を少なくする。また、ファイルの２重化方式に
比べて、ファイル装置の実効容量をほとんど減らさずに
でき、管理の面倒さもない。

【００３５】なお、第２の発明を適用すれば、一度管理
情報が破壊された後、次からは新たに破壊されない限り
問題なくアクセスできる。さらに、第３の発明を適用す
れば、破壊された正の管理情報を別の位置に復元したこ
とになり、より安全な状態にすることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の原理説明図

【図２】 ハードウェア、ソフトウェアの構成例

【図３】 実施例のフロ−チャ−ト

【図４】 ファイルアクセス経路説明図

【図５】 ファイル装置内の記憶領域の配置を示す図

【図６】 ＦＬＣＢの管理情報とファイルの関係の説明
図

【図７】 ファイルの関係を説明する図

【符号の説明】

１ 論理ボリュームラベル ２ ファイルコントロールブロック（ＦＬＣＢ） 21，22 管理情報 23 再生管理情報 21r,21x,21c 管理情報 ｎ 管理情報番号 ３，3a,3b,・・ ディレクトリファイル 30 ファイル名称 31，32 管理情報ポインタ 33 正指定フラグ ４，4a,4b,4c, ・・ データファイル 60 主記憶 61 オペレーティングシステム 611 ファイル管理シ
ステム 62 アプリケーションプログラム 70 ＣＰＵ 80 ＤＭＡＣ 90 システ
ムバス 110 ハードディスク制御部 111 ハードディス
ク装置 120 フロッピーディスク制御部 121 フロッピーデ
ィスク装置 130 ディスプレイ制御部 131 ディスプレイ
装置 140 キーボード制御部 141 キーボード 150 その他の入出力制御部 151 その他の入出
力装置

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ファイルをツリー構造で管理する、オペ
   レーティングシステムのファイル管理システムにおい
   て、 ファイル（４）を生成するとき、そのファイルを規定す
   る同一内容の正副２つの管理情報（21，22）を生成し、 かつ、このファイル（４）を配下とするディレクトリフ
   ァイル（３）の内容として、管理情報（21，22）を各々
   対応して指定する２つの管理情報ポインタ（31，32）
   と、どちらが正であるかを指定する正指定フラグ（33）
   とを生成し、 ファイル（４）をアクセスするとき、ディレクトリファ
   イル（３）の正指定フラグ（33）が指定する正の管理情
   報ポインタ（31／32）により、対応する正の管理情報
   （21／22）を読み出し、その指定によりアクセスし、 読み出した正の管理情報（21／22）が破壊されていると
   きは、副の管理情報ポインタ（32／31）による副の管理
   情報（22／21）を使用してアクセスすることを特徴とす
   るファイル管理方法。
2. 【請求項２】 正の管理情報（21／22）が破壊されてい
   るため、副の管理情報ポインタ（32／31）を使用してや
   り直し、正常にアクセスできたとき、 正指定フラグ（33）を反転しておくことを特徴とする請
   求項１に記載のファイル管理方法。
3. 【請求項３】 正の管理情報（21／22）が破壊されてい
   るため、副の管理情報ポインタ（32／31）を使用してや
   り直し、正常にアクセスできたとき、 正常に読み出すことができた副の管理情報（22／21）の
   コピーとして、新たに再生管理情報（23）を生成し、 ディレクトリファイル（３）の元の正の管理情報ポイン
   タ（31／32）を新たに生成した再生管理情報（23）を指
   定するように書き直すことを特徴とする請求項１または
   請求項２に記載のファイル管理方法。