JPS5831448A - デ−タフアイル処理システム - Google Patents
デ−タフアイル処理システムInfo
- Publication number
- JPS5831448A JPS5831448A JP56128763A JP12876381A JPS5831448A JP S5831448 A JPS5831448 A JP S5831448A JP 56128763 A JP56128763 A JP 56128763A JP 12876381 A JP12876381 A JP 12876381A JP S5831448 A JPS5831448 A JP S5831448A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- storage device
- directory
- auxiliary storage
- processing
- file
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は、電子計算機システムに関するものであり、特
に、多数のデータレコードを補助記憶装置に格納し、検
索し、更新しあるいは削除することができるようなデー
タファイル処理システムに関するものである。
に、多数のデータレコードを補助記憶装置に格納し、検
索し、更新しあるいは削除することができるようなデー
タファイル処理システムに関するものである。
ファイルに含まれる複数のデータレコードの中から特定
のデータレコードを識別する方法として各データレコー
ド毎に一意的に決まる論理的なキーの値を用いる場合が
ある。この場合、論理的なキーの値からそのデータレコ
ードを格納すべき物理的アドレスに変換する方法が存在
し使用される場合がある。その方法の１つは、論理的な
キーの値と物理的アドレスとの対応を表わすテーブル（
これをディレクトリと呼ぶ。）を作成、使用する方法が
あり、この方法は特に、補助記憶装置内にファイルが格
納される場合、データレコードの格納、検索、更新、削
除などの処理（これをファイル操作と呼ぶ。）・の効率
を上げる上で有効である。
のデータレコードを識別する方法として各データレコー
ド毎に一意的に決まる論理的なキーの値を用いる場合が
ある。この場合、論理的なキーの値からそのデータレコ
ードを格納すべき物理的アドレスに変換する方法が存在
し使用される場合がある。その方法の１つは、論理的な
キーの値と物理的アドレスとの対応を表わすテーブル（
これをディレクトリと呼ぶ。）を作成、使用する方法が
あり、この方法は特に、補助記憶装置内にファイルが格
納される場合、データレコードの格納、検索、更新、削
除などの処理（これをファイル操作と呼ぶ。）・の効率
を上げる上で有効である。
第１図は、従来のファイル処理システムの例を示したも
のであり、主記憶装置（ＭＭ）２４補助記憶装置（ＡＭ
）５とは、入出力チャネル（工１０Ｐ）３および補助記
憶制御装置（ＣＥ）４とを介して接続されている。ファ
イルディレクトリは、データレコードと共に補助記憶装
置５内に格納されており、ファイル操作において、中央
処理装置（ＣＰＵ）１の処理プログラムは、先ずディレ
クトリを補助記憶装置５から主記憶装置２内に読み込み
、目的データレコードの物理アドレスを求めた後、目的
データレコードを補助記憶装置５から主記憶装置２内に
読み込む。データレコードの格納、更新、削除の場合に
、この後データレコードおよびディレクトリの内容を主
記憶装置２内から補助記憶装置５内に転送する。
のであり、主記憶装置（ＭＭ）２４補助記憶装置（ＡＭ
）５とは、入出力チャネル（工１０Ｐ）３および補助記
憶制御装置（ＣＥ）４とを介して接続されている。ファ
イルディレクトリは、データレコードと共に補助記憶装
置５内に格納されており、ファイル操作において、中央
処理装置（ＣＰＵ）１の処理プログラムは、先ずディレ
クトリを補助記憶装置５から主記憶装置２内に読み込み
、目的データレコードの物理アドレスを求めた後、目的
データレコードを補助記憶装置５から主記憶装置２内に
読み込む。データレコードの格納、更新、削除の場合に
、この後データレコードおよびディレクトリの内容を主
記憶装置２内から補助記憶装置５内に転送する。
しかし、このディレクトリは、通常補助記憶装置５内に
格納されており、ファイル操作要求に応じて主記憶装置
２内に転送され、中央処理装置１において、論理的ファ
イル操作要求を物理的ファイル操作要求に変換するため
に参照あるいは更新され、ファイル操作要求が処理され
ると主記憶装置２上から消去される。このため１つのフ
ァイル操作要求に対し、主記憶装置２と補助記憶装置５
との間のデータ転送は、通常、ディレクトリの転送と目
的データの転送の２回発生する。
格納されており、ファイル操作要求に応じて主記憶装置
２内に転送され、中央処理装置１において、論理的ファ
イル操作要求を物理的ファイル操作要求に変換するため
に参照あるいは更新され、ファイル操作要求が処理され
ると主記憶装置２上から消去される。このため１つのフ
ァイル操作要求に対し、主記憶装置２と補助記憶装置５
との間のデータ転送は、通常、ディレクトリの転送と目
的データの転送の２回発生する。
本発明の目的は、補助記憶装置内に格納されるファイル
に対する操′作要求に関し、主記憶装置と補助記憶装置
との間のデータ転送の回数を減少させ、ファイル操作に
要する時間を短縮するデータファイル処理システムを提
供することにある。
に対する操′作要求に関し、主記憶装置と補助記憶装置
との間のデータ転送の回数を減少させ、ファイル操作に
要する時間を短縮するデータファイル処理システムを提
供することにある。
このような目的を達成するために、本発明では、主記憶
装置と補助記憶装置との間に、補助記憶装置内に格納さ
れるデータファイルのディレクトリを格納する第３の記
憶装置と、中央処理装置内で用いられる論理的アドレス
を含む論理的ファイル操作コマンドに基づき、ディレク
トリ内のデータを用い、補助記憶装置内で用いられる物
理的アドレスを含む物理的ファイル操作コマンドを生成
する一連の処理を実行する手段とを設けたことに特徴が
ある。
装置と補助記憶装置との間に、補助記憶装置内に格納さ
れるデータファイルのディレクトリを格納する第３の記
憶装置と、中央処理装置内で用いられる論理的アドレス
を含む論理的ファイル操作コマンドに基づき、ディレク
トリ内のデータを用い、補助記憶装置内で用いられる物
理的アドレスを含む物理的ファイル操作コマンドを生成
する一連の処理を実行する手段とを設けたことに特徴が
ある。
以下、本発明の実施例を図面によシ詳細に説明する。
第２図は、本発明によるファイル処理システムの例を示
したもやであり、第１図との違いは、入出力チャネル３
と補助記憶制御装置４との間に、ディレクトリ処理装置
（ＣＰ）６およびディレクトリ格納用記憶装置（ＤＭ）
７が追加されており、ファイル・ディレクトリは、ディ
レクトリ格納用記憶装置７内に格納される。
したもやであり、第１図との違いは、入出力チャネル３
と補助記憶制御装置４との間に、ディレクトリ処理装置
（ＣＰ）６およびディレクトリ格納用記憶装置（ＤＭ）
７が追加されており、ファイル・ディレクトリは、ディ
レクトリ格納用記憶装置７内に格納される。
ディレクトリ処理装置６は、中央処理装置ｌより入出力
チャネル３を介して送られて来る論理的ファイル操作コ
マンドに基づき、ディレクトリを記憶装置７から読み出
し、それを用いて論理的アドレスを物理的アドレスに変
換し、補助記憶装置５に対する物理的ファイル操作コマ
ンドを生成する。
チャネル３を介して送られて来る論理的ファイル操作コ
マンドに基づき、ディレクトリを記憶装置７から読み出
し、それを用いて論理的アドレスを物理的アドレスに変
換し、補助記憶装置５に対する物理的ファイル操作コマ
ンドを生成する。
第３図は、ディレクトリ処理装置６内での上記処理の例
を流れ図で示したものである。以下、第３図に基づいて
ディレクトリ処理装置６での処理について説明する。
を流れ図で示したものである。以下、第３図に基づいて
ディレクトリ処理装置６での処理について説明する。
処理ステップ３２で論理的ファイル操作コマンドを受は
付けると処理ステップ３３によシ、物理ファイル操作の
タイプが格納、検索、削除のいずれかであるかを判定す
る。この判定結果に応じて、処理ステップ３４．４２．
４８において、論理的なキーの値を基にディレクトリ内
のアドレスを求めるためのハツシング処理を行なう。次
に、処理ステップ３５，４３．４９において、ディレク
トリ内のキー値と入力されたキー値とを比較する。
付けると処理ステップ３３によシ、物理ファイル操作の
タイプが格納、検索、削除のいずれかであるかを判定す
る。この判定結果に応じて、処理ステップ３４．４２．
４８において、論理的なキーの値を基にディレクトリ内
のアドレスを求めるためのハツシング処理を行なう。次
に、処理ステップ３５，４３．４９において、ディレク
トリ内のキー値と入力されたキー値とを比較する。
データレコードの格納の場合、処理ステップ３５での比
較の結果に基づいて、処理ステップ３６において、同一
キー値のレコードが既に存在するかどうかを調べ、既に
存在する場合は、エラー処理を行なう。
較の結果に基づいて、処理ステップ３６において、同一
キー値のレコードが既に存在するかどうかを調べ、既に
存在する場合は、エラー処理を行なう。
処理ステップ３７では、新たなデータレコードを格納す
るエリアがあるかどうか調べ、そのエリアがない場合は
エラー処理を行なう。
るエリアがあるかどうか調べ、そのエリアがない場合は
エラー処理を行なう。
次に処理ステップ３８では、データレコード追加に伴な
うディレクトリ更新処理を一行なうとともに、処理ステ
ップ３９により、補助記憶制御装置４に生成したファイ
ル操作コマンドを送る。
うディレクトリ更新処理を一行なうとともに、処理ステ
ップ３９により、補助記憶制御装置４に生成したファイ
ル操作コマンドを送る。
処理ステップ４０では、補助記憶制御装置４と入出力チ
ャネル３との間のインタフェイス信号の受は渡し処理を
行ない、入出力チャネル３″またけ補助記憶制御装置４
より終了信号が送られてくると、処理ステップ４１でそ
れを判定して処理を終了させる。
ャネル３との間のインタフェイス信号の受は渡し処理を
行ない、入出力チャネル３″またけ補助記憶制御装置４
より終了信号が送られてくると、処理ステップ４１でそ
れを判定して処理を終了させる。
一方、データレコードの検索の場合、処理ステップ４３
での処理の結果に基づいて、処理ステップ４４において
、同一キー値のデータレコードが既におるかどうかを判
定し、既にある場合はエラー処理を行なう。
での処理の結果に基づいて、処理ステップ４４において
、同一キー値のデータレコードが既におるかどうかを判
定し、既にある場合はエラー処理を行なう。
同一キー値のデータレコードがない場合、処理ステップ
４５．４６および４７を実行するが、これらの処理は上
述した処理ステップ３９．４０および４１とほぼ同じで
ある。ただ、データレコードを補助記憶装置５から読み
出して、入出力チャネル側に送る点が格納の場合と異な
る。
４５．４６および４７を実行するが、これらの処理は上
述した処理ステップ３９．４０および４１とほぼ同じで
ある。ただ、データレコードを補助記憶装置５から読み
出して、入出力チャネル側に送る点が格納の場合と異な
る。
ま九、データレコードの削除の場合、処理ステップ４９
での処理の結果に基づいて、処理ステップ５０において
、同一キー値のデータレコードが既にあるかどうかを判
定し、既にある場合はエラー処理を行ない、ない場合は
、処理ステップ５１においてディレクトリ更新処理を行
なう。
での処理の結果に基づいて、処理ステップ５０において
、同一キー値のデータレコードが既にあるかどうかを判
定し、既にある場合はエラー処理を行ない、ない場合は
、処理ステップ５１においてディレクトリ更新処理を行
なう。
以上説明したごとく、本発明によれば、補助記憶装置と
主記憶装置との間のブイレフ） ＩＪの転送が省略され
るため、従来に比較し、ファイル操作に要する時間が短
縮できる。
主記憶装置との間のブイレフ） ＩＪの転送が省略され
るため、従来に比較し、ファイル操作に要する時間が短
縮できる。
Ｗ、１図は、従来のファイル処理クステムの例を示すブ
ロック図、第２図は、本発明によるファイル処理システ
ムの実施例を示すブロック図、８３図は、本発明のディ
レクトリ処理装置内で実行される処理手順の例を示す流
れ図でめる。 ２・・・主記憶装置、５・・・補助記憶装置、６・・・
ブイレフ） ＩＪ処理装置、７・・・ディレクトリ格納
用記憶装事・件の表示 昭和５６年特許願第 １２８７６３号 発明の名称 データファイル処理システム 補正をする者 名 リ ＜５１０１株式会＞１ 日 立 製 作
所代 表 古 三 １） 勝 茂代 理
人 補正の内容 １、明細書、第７頁、第５行目および第１６行目の「あ
る場合」を「ない場合」と訂正するっ２、同、同頁、第
７行目および第１７行目の「ない場合」を「ある場合」
と訂正する。 以上
ロック図、第２図は、本発明によるファイル処理システ
ムの実施例を示すブロック図、８３図は、本発明のディ
レクトリ処理装置内で実行される処理手順の例を示す流
れ図でめる。 ２・・・主記憶装置、５・・・補助記憶装置、６・・・
ブイレフ） ＩＪ処理装置、７・・・ディレクトリ格納
用記憶装事・件の表示 昭和５６年特許願第 １２８７６３号 発明の名称 データファイル処理システム 補正をする者 名 リ ＜５１０１株式会＞１ 日 立 製 作
所代 表 古 三 １） 勝 茂代 理
人 補正の内容 １、明細書、第７頁、第５行目および第１６行目の「あ
る場合」を「ない場合」と訂正するっ２、同、同頁、第
７行目および第１７行目の「ない場合」を「ある場合」
と訂正する。 以上
Claims (1)
- 電子計算機システムの中央処理装置および主記憶装置と
補助記憶装置および制御装置との間に、該補助記憶装置
内に格納されるデータファイルのディレクトリを格納す
る第３の記憶装置と、中央処理装置内で用いられる論理
的１ドレスを含む論理的ファイル操作コマンドに基づき
、上記第３の記憶装置から読み出されたディレクトリ内
のデータを用い、上記補助記憶装置内で用いられる物理
的アドレスを含む物理的ファイル操作コマンドを生成す
る一連の処理を実行する手段とを設けたことを特徴とす
るデータファイル処理システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP56128763A JPS5831448A (ja) | 1981-08-19 | 1981-08-19 | デ−タフアイル処理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP56128763A JPS5831448A (ja) | 1981-08-19 | 1981-08-19 | デ−タフアイル処理システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS5831448A true JPS5831448A (ja) | 1983-02-24 |
Family
ID=14992859
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP56128763A Pending JPS5831448A (ja) | 1981-08-19 | 1981-08-19 | デ−タフアイル処理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS5831448A (ja) |
-
1981
- 1981-08-19 JP JP56128763A patent/JPS5831448A/ja active Pending
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