JPS595372A - フアイル処理システム - Google Patents
フアイル処理システムInfo
- Publication number
- JPS595372A JPS595372A JP57114427A JP11442782A JPS595372A JP S595372 A JPS595372 A JP S595372A JP 57114427 A JP57114427 A JP 57114427A JP 11442782 A JP11442782 A JP 11442782A JP S595372 A JPS595372 A JP S595372A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- child
- file
- pointer
- parent
- key
- 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
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9024—Graphs; Linked lists
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Data Mining & Analysis (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
〔発明の技術分野〕
本発明は、２個の順編成ファイルと、それらの順編成フ
ァイルの索引情報を収納するキー・ファイルとを設け、
キー・ファイルを用いて上記の２個の順編成ファイルを
アクセスするファイル処理システムに関するものである
・ 〔従来技術と問題点〕 端末レベルにおいて使用され
ァイルの索引情報を収納するキー・ファイルとを設け、
キー・ファイルを用いて上記の２個の順編成ファイルを
アクセスするファイル処理システムに関するものである
・ 〔従来技術と問題点〕 端末レベルにおいて使用され
【いるファイルとしては順
編成ファイルや索引ｊ−編成フアイルなどが用いられて
いる。索引順編成ファイルにおいては、１個のキーが１
個のレコードに対応しているが、１個のキーに複数のレ
コードを対応させることも可能である。これは関連する
複数個のレコードをポインタでチェインし、このレコー
ドのチェインを１個のキーに対応させることにより行わ
れる。しかし、チェインされるレコードの属性およ１個
の索引順編成ファイルの中に収容することは非常に困難
である０例えば、自動車販売店においては、顧客情報と
整備情報とを関連付け【所望の情報を累早く取得しよう
とい５要求があるが従来の索引順編成ファイルではこの
よ５な要求に応えることが出来ない。 〔発明の目的〕 本発明は、上記の考察に基づくものであって。 属性および大きさを異にする複数のレコードの集合の中
から関連する所望のレコード群を簡単に取得できるよう
にしたファイル処理システムを提供することを目的とし
ている。 〔発明の構成〕 そしてそのため０本発明のファイル処理システムは、複
数の親レコードを有する順編成ファイル構成の親ファイ
ル、複数の子レコードをもつａｍｍラフアイル構成子フ
ァイル、並びに親ポインタ。 子レコードをポイントする子ポインタ及び上記親レコー
ドの１デ一タ項目であるところのキーの値に基づいて対
応する親ポインタを選択するインデックス部を有し且つ
同一の親レコードに関連する子レコードをポイントスる
子ポインタがチェインを構成し上記親ポインタが親レコ
ードをポイントすると共に対応する子ポインタのチェイ
ンをポイントするように構成されたキー・ファイルを具
備し、親レコード及び子レコードの上記親ファ・「ルお
よび子ファイルからの読出し処理を、上記キー・ファイ
ルを参照して行うよう構成されたことを特徴とするもの
である。 〔発明の実施例〕 以下・本発明を図面を径間しつつ説明する。 ｍ１図は本発明における鎖状ファイルの概念図。 第２図は親レコードと子レコードの具体例を示す図、第
３図はキー・ファイルのボリューム内の形式を示す図、
肌４図はキー・ファイルの形式を示す図、第５図はキー
・ファイルのインデックスの論理構造を示す図、第６図
はインデックス・ブロックの形式を示す図、第７図はイ
ンデックス・ブロックの関連図、駆８図はポインタの形
式を示す図、第９図は親ポインタと子ポインタの連鎖形
式を示す図、駆１０図は未使用領域の概要を示す図。 第】１図は削除ポインタの管理方式を説明するための図
、第１２図はアクセスの概要を示す図である− 第１図は本発明で使用される鎖状のファイルの概念図で
ある。第１図において、ＫＦはキー・ファイル、ＭＦは
親ファイル、ＳＦは子ファイル。 ＦＬＢはファイル・ラベルをそれぞれ示している。 キー・ファイルＫＦは、ファイル・ラベルＦＬＢやイン
デックス、親ポインタ、子ポインタなどを有している。 親ファイルＭＦは、順編成ファイルであり、複数の親レ
コードを有している・各親レコードは、親ポインタによ
ってポイントされている・子ファイルＳＦも順編成ファ
イルであり、複数の子レコードを有している。子レコー
ドは子ポインタによってポイントされている。第２図は
親レコードと子レコードの具体例を示す図である。 この例では親レコードは１ｗＡ客固有情報であり。 子レコードは各種の整備記録であり、キーは顧客ＮＯで
ある。なお、矢印は連鎖（チェイン］を示している。 第３図はキー・ファイルＫＦのボリューム内における形
式を示している。ファイル領域は、ファイル・ラベルＦ
ＬＢ、キー・インデックス領域。 ポインタ領域および未使用領域から構成されている。フ
ァイル・ラベルＦＬＢは、先頭２５６バイトを占有し、
ファイルの制御情報やキー・インデックスの管理を行う
、キー・インデックス領域は。 親ポインタをリンクするための数レベルのインデックス
を格納している。１個のインデックス・ブロックの大き
さは５１２バイトである。ポインタ領域は、親レコード
をポイントする親ポインタと。 子レコードをポイントする子ポインタとを格納する。未
使用領域は、キー・インデックス又はポインタの追加の
ためのリザーブ領域であり、この領域はファイル・ラベ
ルによりダイナミックに管理さえる０ｍ４図は、キー・
ファイルのファイル形式を示し、第５図はインデックス
の論理構造を示している。 第６図はキー・インデックス・ブロックの形式を示す図
である・キー・インデックス領域は数レベルのインデッ
クス・ブロックから構成されている。ＩＤはインデック
スの種別およびレベルを示す識別子である・Ｘマロ０マ
の識別子は、そのインデックスが最下位レベルのインデ
ックスであり。 親ポインタとｌ対ｌの対応していることを示し【いる、
Ｘマロ０マの識別子は、そのインデックスが最下位レベ
ルのインデックスではなく、下位レベルのインデックス
・ブロックとリンクしていることを示している。ＦＰは
フロント・ポインタであり、この中には同一レベルのイ
ンデックス書ブロック内でキー値が次に大きいインデッ
クス・ブロックの相対レコード・アドレスが格納される
。ＢＰはバック・ポインタであり、この中には同一レベ
ルのインデックス・ブロック内でキー値が次に小さいイ
ンデックス・ブロックの相対レコード・アドレスが格納
される・ｎｎは、使用エントリ数。 即ちこのインデックス・ブロックに現在登録されている
エントリの数を示し【いる。インデックス・ブロックは
複数のエントリを有しているが、各り又は親ポインタを
ポイントしている一エントリは、キ一部とアドレス部と
から構成され【いる・このキ一部には、リンクしている
データ・レコードのキー、又はインデックス・ブロック
内の最大キー値が格納される。エントリのアドレス部に
は。 リンクしているインデックス・ブロックのアドレス又は
親ポインタのアドレスが格納される。 エントリが持っているアドレス情報は、インデックスの
種別により異なる構成をとる。ＩＤ＝Ｘマ００マの場合
には、リンクする親ポインタの格納位置をもつ、従って
次の構成をとる。 Ｘ１ｎｎｎｎＬＬマ ｎｒＬｎｎはブロック・アドレスを示し、１１はブロッ
ク内のアドレスを示している。また、ＩＤ＝ＸマＯｌマ
のインデックス・ブロックの場合には、リンクするイン
デックス・ブロックの格納位置を持つ・従って次の構成
をとる。 Ｘ１ｎｎｎｎ００１ ｎｎｎｒｂはブロック・アドレスを示している０以上に
述べたインデックス・ブｔｆｆｙりの相互関係の例は１
ｌＥ７図に示される。この例はインデックスのレベルが
４の場合を示している、 ポインタ領域は親ポインタと子ポインタの二種類のポイ
ンタから成り、ファイルの最終ブロックを起点としてＢ
ＯＥ （Ｂｇｙｓｎｚｎｙ Ｏｆ Ｅｘｔｇｎｔ）の
方に向って作成される。親ポインタは、最下位レベルの
インデックスとｌ対ｌの対応でリンクしており、それぞ
れは１個の親レコードを管理し。 また・同１じキーをもつ子レコードのチェインを管理す
る。第８図は親ポインタの構成を示している・アドレス
１は、リンクしている親ファイル内の親レコードのレコ
ード−アドレスを示しており、アドレス２はリンクして
いる子ポインタ群のうちチェインの先頭の子ポインタの
ポインタ・アドレスを示し、アドレス３はリンクしてい
る子ポインタ群のうちチェイン最稜の子ポインタのポイ
ンタ・アドレスを示している。なお、子ポインタとの連
鎖がないときには、アドレス２，３はＸマｏｏｏｏｏｏ
マとされる。 子ボンタも第８図に示されるような構成を有している。 子ポインタはそれぞれ１個の子レコードを管理するもの
である。また、同じキーを持つ子ポインタはチェインを
形成し、チェイン毎に同じキーをもつ親ポインタとリン
クされる。アドレス１はリンクしている子ファイル内の
子レコードのレコード・アドレスをポイントしており、
アドレス２は子ポインタのチェイン忙おいて次にリンク
している子ポインタのポインタ・アドレスを示している
。ただし、チェインの最終ポインタではＸマｏｏｏｏｏ
ｏマにセットされる。アドレス３は、子ポインタのチェ
インにおいて一つ前にリンクしている子ポインタのポイ
ント・アドレスを示している。ただし、チェインの先頭
ポインタではＸマロ０００００マにセットされる。第９
図は親ポインタと子ポインタの連鎖形式を示している。 第１０図は未使用領域の概要を示す図である。 キー・インデックス領域はＢＯＥからＥＯ′ＦＪ（Ｅ＋
ｂｄ Ｑｆ ｇｘｔｇｎｔ）へ向って拡張され、ポイン
タ領域はＥＯＥからＢＯＥに向って拡張される。未使用
領域は、キー・インテラクス領声とポインタ領域の中間
にあり、インデックス・ブロック又はポインタを追加す
る予備領域である。この領域は。 インデックス・ブロック又はポインタの追加によリダイ
ナミックに変化していく、未使用領域は。 ファイル・ラベル中の未使用先頭ブロック・アドレスと
未使用先頭ポインタ・アドレスにより管理される。 第１１図は削除ポインタの管理形式を示すものである。 親レコードが削除された場合には、該当する親ポインタ
をそのポインタ内のアドレス２およびアドレス３により
、削除親ポインタ用のチェインにつなぐ、また、子レコ
ードが削除された場合（親レコードが削除された場合に
はそれにリンクしている子レコードも必然的に削除され
る）には、該当する子ポインタをそのポインタ内のアド
レス２およびアドレス３により、削除子ポインタ用のチ
ェインにつなぐ、このように、親ポインタおよび子ポイ
ンタの削除ポインタは、それぞれ別々のチェインにより
管理されている。従って、ポインタ領域で一度親ポイン
タとなったポインタは。 削除後に使用されるときも必ず親ポインタであり・子ポ
インタについても同様である。削除親ポインタのチェイ
ンは、ファイル・ラベルの削除親ポインタ先頭アドレ、
Ａ３４および削除親ポインタ末尾アドレスＦ’ ３５に
より管理される。また、削除子ポインタは、ファイル・
ラベルの削除子ポインタ先頭アドレス３６および削除子
ポインタ末尾アドレスＦ” ３７により管理される。ポ
インタ内のアドレスｌは、一度登録された後は使用／未
使用（削除）にかかわらず更新されることはない。即ち
。 削除ポインタを管理することが、そのま〜親ファイル又
は子ファイルのレコードの削除／再使用を管理すること
を意味する。 第１２図はアクセスの概要を示すものである。 親レコードをＲＥＡＤするためには、先ずインデックス
および親ポインタを読み、しかる後に親ポインタに基づ
いて親レコードを読取る。子レコードなＲＥＡＤするた
めには、先ず子ポインタを読取り、しかる後に子ポイン
タに基づき子レコードを読取る・以下・同様な処理が繰
返えされる。 〔発明の効果〕 以上の説明から明らかなように１本発明によれば。 （イ） データ・ファイルは通常の順編成ファイルを用
いれば良く、従来の索引順編成ファイルのようにデータ
・ファイル中にインデックス部を設けたり、データ・レ
コード中にポインタ情報を付加する等の格納形式に関す
る変更が全く必要ない、従って、データ・ファイルを本
発明のアクセス方式でアクセスする一万で、単なる順編
成ファイルとしてアクセスすることも可能である・ ←） １個のキー・ファイルで、親ファイルと子ファイ
ルを連鎖してアクセスすることが出来る。 ｆｊ キー・アクセスのため情報を全てキー・ファイ
ルが持っているので、複数のキー・ファイルを用いて同
一の親ファイルおよび子ファイルをアクセスすることが
出来る・ 等の作用効果を奏することが出来る・
編成ファイルや索引ｊ−編成フアイルなどが用いられて
いる。索引順編成ファイルにおいては、１個のキーが１
個のレコードに対応しているが、１個のキーに複数のレ
コードを対応させることも可能である。これは関連する
複数個のレコードをポインタでチェインし、このレコー
ドのチェインを１個のキーに対応させることにより行わ
れる。しかし、チェインされるレコードの属性およ１個
の索引順編成ファイルの中に収容することは非常に困難
である０例えば、自動車販売店においては、顧客情報と
整備情報とを関連付け【所望の情報を累早く取得しよう
とい５要求があるが従来の索引順編成ファイルではこの
よ５な要求に応えることが出来ない。 〔発明の目的〕 本発明は、上記の考察に基づくものであって。 属性および大きさを異にする複数のレコードの集合の中
から関連する所望のレコード群を簡単に取得できるよう
にしたファイル処理システムを提供することを目的とし
ている。 〔発明の構成〕 そしてそのため０本発明のファイル処理システムは、複
数の親レコードを有する順編成ファイル構成の親ファイ
ル、複数の子レコードをもつａｍｍラフアイル構成子フ
ァイル、並びに親ポインタ。 子レコードをポイントする子ポインタ及び上記親レコー
ドの１デ一タ項目であるところのキーの値に基づいて対
応する親ポインタを選択するインデックス部を有し且つ
同一の親レコードに関連する子レコードをポイントスる
子ポインタがチェインを構成し上記親ポインタが親レコ
ードをポイントすると共に対応する子ポインタのチェイ
ンをポイントするように構成されたキー・ファイルを具
備し、親レコード及び子レコードの上記親ファ・「ルお
よび子ファイルからの読出し処理を、上記キー・ファイ
ルを参照して行うよう構成されたことを特徴とするもの
である。 〔発明の実施例〕 以下・本発明を図面を径間しつつ説明する。 ｍ１図は本発明における鎖状ファイルの概念図。 第２図は親レコードと子レコードの具体例を示す図、第
３図はキー・ファイルのボリューム内の形式を示す図、
肌４図はキー・ファイルの形式を示す図、第５図はキー
・ファイルのインデックスの論理構造を示す図、第６図
はインデックス・ブロックの形式を示す図、第７図はイ
ンデックス・ブロックの関連図、駆８図はポインタの形
式を示す図、第９図は親ポインタと子ポインタの連鎖形
式を示す図、駆１０図は未使用領域の概要を示す図。 第】１図は削除ポインタの管理方式を説明するための図
、第１２図はアクセスの概要を示す図である− 第１図は本発明で使用される鎖状のファイルの概念図で
ある。第１図において、ＫＦはキー・ファイル、ＭＦは
親ファイル、ＳＦは子ファイル。 ＦＬＢはファイル・ラベルをそれぞれ示している。 キー・ファイルＫＦは、ファイル・ラベルＦＬＢやイン
デックス、親ポインタ、子ポインタなどを有している。 親ファイルＭＦは、順編成ファイルであり、複数の親レ
コードを有している・各親レコードは、親ポインタによ
ってポイントされている・子ファイルＳＦも順編成ファ
イルであり、複数の子レコードを有している。子レコー
ドは子ポインタによってポイントされている。第２図は
親レコードと子レコードの具体例を示す図である。 この例では親レコードは１ｗＡ客固有情報であり。 子レコードは各種の整備記録であり、キーは顧客ＮＯで
ある。なお、矢印は連鎖（チェイン］を示している。 第３図はキー・ファイルＫＦのボリューム内における形
式を示している。ファイル領域は、ファイル・ラベルＦ
ＬＢ、キー・インデックス領域。 ポインタ領域および未使用領域から構成されている。フ
ァイル・ラベルＦＬＢは、先頭２５６バイトを占有し、
ファイルの制御情報やキー・インデックスの管理を行う
、キー・インデックス領域は。 親ポインタをリンクするための数レベルのインデックス
を格納している。１個のインデックス・ブロックの大き
さは５１２バイトである。ポインタ領域は、親レコード
をポイントする親ポインタと。 子レコードをポイントする子ポインタとを格納する。未
使用領域は、キー・インデックス又はポインタの追加の
ためのリザーブ領域であり、この領域はファイル・ラベ
ルによりダイナミックに管理さえる０ｍ４図は、キー・
ファイルのファイル形式を示し、第５図はインデックス
の論理構造を示している。 第６図はキー・インデックス・ブロックの形式を示す図
である・キー・インデックス領域は数レベルのインデッ
クス・ブロックから構成されている。ＩＤはインデック
スの種別およびレベルを示す識別子である・Ｘマロ０マ
の識別子は、そのインデックスが最下位レベルのインデ
ックスであり。 親ポインタとｌ対ｌの対応していることを示し【いる、
Ｘマロ０マの識別子は、そのインデックスが最下位レベ
ルのインデックスではなく、下位レベルのインデックス
・ブロックとリンクしていることを示している。ＦＰは
フロント・ポインタであり、この中には同一レベルのイ
ンデックス書ブロック内でキー値が次に大きいインデッ
クス・ブロックの相対レコード・アドレスが格納される
。ＢＰはバック・ポインタであり、この中には同一レベ
ルのインデックス・ブロック内でキー値が次に小さいイ
ンデックス・ブロックの相対レコード・アドレスが格納
される・ｎｎは、使用エントリ数。 即ちこのインデックス・ブロックに現在登録されている
エントリの数を示し【いる。インデックス・ブロックは
複数のエントリを有しているが、各り又は親ポインタを
ポイントしている一エントリは、キ一部とアドレス部と
から構成され【いる・このキ一部には、リンクしている
データ・レコードのキー、又はインデックス・ブロック
内の最大キー値が格納される。エントリのアドレス部に
は。 リンクしているインデックス・ブロックのアドレス又は
親ポインタのアドレスが格納される。 エントリが持っているアドレス情報は、インデックスの
種別により異なる構成をとる。ＩＤ＝Ｘマ００マの場合
には、リンクする親ポインタの格納位置をもつ、従って
次の構成をとる。 Ｘ１ｎｎｎｎＬＬマ ｎｒＬｎｎはブロック・アドレスを示し、１１はブロッ
ク内のアドレスを示している。また、ＩＤ＝ＸマＯｌマ
のインデックス・ブロックの場合には、リンクするイン
デックス・ブロックの格納位置を持つ・従って次の構成
をとる。 Ｘ１ｎｎｎｎ００１ ｎｎｎｒｂはブロック・アドレスを示している０以上に
述べたインデックス・ブｔｆｆｙりの相互関係の例は１
ｌＥ７図に示される。この例はインデックスのレベルが
４の場合を示している、 ポインタ領域は親ポインタと子ポインタの二種類のポイ
ンタから成り、ファイルの最終ブロックを起点としてＢ
ＯＥ （Ｂｇｙｓｎｚｎｙ Ｏｆ Ｅｘｔｇｎｔ）の
方に向って作成される。親ポインタは、最下位レベルの
インデックスとｌ対ｌの対応でリンクしており、それぞ
れは１個の親レコードを管理し。 また・同１じキーをもつ子レコードのチェインを管理す
る。第８図は親ポインタの構成を示している・アドレス
１は、リンクしている親ファイル内の親レコードのレコ
ード−アドレスを示しており、アドレス２はリンクして
いる子ポインタ群のうちチェインの先頭の子ポインタの
ポインタ・アドレスを示し、アドレス３はリンクしてい
る子ポインタ群のうちチェイン最稜の子ポインタのポイ
ンタ・アドレスを示している。なお、子ポインタとの連
鎖がないときには、アドレス２，３はＸマｏｏｏｏｏｏ
マとされる。 子ボンタも第８図に示されるような構成を有している。 子ポインタはそれぞれ１個の子レコードを管理するもの
である。また、同じキーを持つ子ポインタはチェインを
形成し、チェイン毎に同じキーをもつ親ポインタとリン
クされる。アドレス１はリンクしている子ファイル内の
子レコードのレコード・アドレスをポイントしており、
アドレス２は子ポインタのチェイン忙おいて次にリンク
している子ポインタのポインタ・アドレスを示している
。ただし、チェインの最終ポインタではＸマｏｏｏｏｏ
ｏマにセットされる。アドレス３は、子ポインタのチェ
インにおいて一つ前にリンクしている子ポインタのポイ
ント・アドレスを示している。ただし、チェインの先頭
ポインタではＸマロ０００００マにセットされる。第９
図は親ポインタと子ポインタの連鎖形式を示している。 第１０図は未使用領域の概要を示す図である。 キー・インデックス領域はＢＯＥからＥＯ′ＦＪ（Ｅ＋
ｂｄ Ｑｆ ｇｘｔｇｎｔ）へ向って拡張され、ポイン
タ領域はＥＯＥからＢＯＥに向って拡張される。未使用
領域は、キー・インテラクス領声とポインタ領域の中間
にあり、インデックス・ブロック又はポインタを追加す
る予備領域である。この領域は。 インデックス・ブロック又はポインタの追加によリダイ
ナミックに変化していく、未使用領域は。 ファイル・ラベル中の未使用先頭ブロック・アドレスと
未使用先頭ポインタ・アドレスにより管理される。 第１１図は削除ポインタの管理形式を示すものである。 親レコードが削除された場合には、該当する親ポインタ
をそのポインタ内のアドレス２およびアドレス３により
、削除親ポインタ用のチェインにつなぐ、また、子レコ
ードが削除された場合（親レコードが削除された場合に
はそれにリンクしている子レコードも必然的に削除され
る）には、該当する子ポインタをそのポインタ内のアド
レス２およびアドレス３により、削除子ポインタ用のチ
ェインにつなぐ、このように、親ポインタおよび子ポイ
ンタの削除ポインタは、それぞれ別々のチェインにより
管理されている。従って、ポインタ領域で一度親ポイン
タとなったポインタは。 削除後に使用されるときも必ず親ポインタであり・子ポ
インタについても同様である。削除親ポインタのチェイ
ンは、ファイル・ラベルの削除親ポインタ先頭アドレ、
Ａ３４および削除親ポインタ末尾アドレスＦ’ ３５に
より管理される。また、削除子ポインタは、ファイル・
ラベルの削除子ポインタ先頭アドレス３６および削除子
ポインタ末尾アドレスＦ” ３７により管理される。ポ
インタ内のアドレスｌは、一度登録された後は使用／未
使用（削除）にかかわらず更新されることはない。即ち
。 削除ポインタを管理することが、そのま〜親ファイル又
は子ファイルのレコードの削除／再使用を管理すること
を意味する。 第１２図はアクセスの概要を示すものである。 親レコードをＲＥＡＤするためには、先ずインデックス
および親ポインタを読み、しかる後に親ポインタに基づ
いて親レコードを読取る。子レコードなＲＥＡＤするた
めには、先ず子ポインタを読取り、しかる後に子ポイン
タに基づき子レコードを読取る・以下・同様な処理が繰
返えされる。 〔発明の効果〕 以上の説明から明らかなように１本発明によれば。 （イ） データ・ファイルは通常の順編成ファイルを用
いれば良く、従来の索引順編成ファイルのようにデータ
・ファイル中にインデックス部を設けたり、データ・レ
コード中にポインタ情報を付加する等の格納形式に関す
る変更が全く必要ない、従って、データ・ファイルを本
発明のアクセス方式でアクセスする一万で、単なる順編
成ファイルとしてアクセスすることも可能である・ ←） １個のキー・ファイルで、親ファイルと子ファイ
ルを連鎖してアクセスすることが出来る。 ｆｊ キー・アクセスのため情報を全てキー・ファイ
ルが持っているので、複数のキー・ファイルを用いて同
一の親ファイルおよび子ファイルをアクセスすることが
出来る・ 等の作用効果を奏することが出来る・
第１図は本発明における鎖状ファイルの概念図。
第２図は親レコードと子レコードの具体例を示す図、第
３図はキー・ファイルのボリューム内の形式を示す図、
第４図はキー・ファイルの形式を示す図１Ｍ５図はキー
・ファイルのインデックスの論理構造を示す図、第６図
はインデックス・ブロックの形式を示す図、第７図はイ
ンデックス・ブロックの関連図、第８図はポインタの形
式を示す図、第９図は親ポインタと子ポインタの連鎖形
式を示す図、第１０図は未使用領域の概要を示す図。 第１１図は削除ポインタの管理方式を説明するための図
、第１２図はアクセスの概要を示す図である・ ＫＦ・・・キー・ファイル、ＭＰ・・・親ファイル、Ｓ
Ｆ・・・子ファイル、ＦＬＢ・・・ファイル・ラベル・
特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 ヤ１図 才２図 肯 ８ 図 ケ ′？ 図 ヤ１０ 図 守１２図
３図はキー・ファイルのボリューム内の形式を示す図、
第４図はキー・ファイルの形式を示す図１Ｍ５図はキー
・ファイルのインデックスの論理構造を示す図、第６図
はインデックス・ブロックの形式を示す図、第７図はイ
ンデックス・ブロックの関連図、第８図はポインタの形
式を示す図、第９図は親ポインタと子ポインタの連鎖形
式を示す図、第１０図は未使用領域の概要を示す図。 第１１図は削除ポインタの管理方式を説明するための図
、第１２図はアクセスの概要を示す図である・ ＫＦ・・・キー・ファイル、ＭＰ・・・親ファイル、Ｓ
Ｆ・・・子ファイル、ＦＬＢ・・・ファイル・ラベル・
特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 京 谷 四 部 ヤ１図 才２図 肯 ８ 図 ケ ′？ 図 ヤ１０ 図 守１２図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 複数の親レコードを有する順編成ファイル構成の親ファ
イル、複数の子レコードをもつ順編成ファイル構成の子
ファイル、並びに親ポインタ、子レコードをポイントす
る子ポインタ及び上記親レコードの１デ一タ項目である
ところのキーの値に基づいて対応する親ポインタを選択
するインデックス部を有し且つ同一の親レコードに関連
する子レコードをポイントする子ポインタがチェインを
構成し上記親ポインタが親レコードをポイントすると共
に対応する子ポインタのチェインをポイントするように
構成されたキー・ファイルを具備し。 親レコード及び子レコードの上記親ファイルおよび子フ
ァイルからの読出し処理を、上記キー・フとするファイ
ル処理システム・
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57114427A JPS595372A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | フアイル処理システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57114427A JPS595372A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | フアイル処理システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS595372A true JPS595372A (ja) | 1984-01-12 |
Family
ID=14637440
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57114427A Pending JPS595372A (ja) | 1982-06-30 | 1982-06-30 | フアイル処理システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS595372A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63261461A (ja) * | 1987-04-17 | 1988-10-28 | Sanyo Electric Co Ltd | 個人デ−タ処理における家族関連デ−タの処理方式 |
| JPH02112067A (ja) * | 1988-10-21 | 1990-04-24 | Nec Corp | テーブル間整合性チェック方式 |
| JPH04328680A (ja) * | 1991-04-26 | 1992-11-17 | Tsubakimoto Chain Co | データ記憶方法 |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS52106641A (en) * | 1976-03-05 | 1977-09-07 | Hitachi Ltd | Data record storage for high-speed sequential access |
-
1982
- 1982-06-30 JP JP57114427A patent/JPS595372A/ja active Pending
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JPS52106641A (en) * | 1976-03-05 | 1977-09-07 | Hitachi Ltd | Data record storage for high-speed sequential access |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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