JPS6141018B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 目次 発明の分野 従来技術 従来技術の問題点 発明の概要 実施例の概要 実施例の詳細な説明 まとめ 〔発明の分野〕 本発明は、逐次記憶装置とテキスト処理システ
ムメモリとの間でテキストデータを転送し処理す
るシステムに関し、特にテキストデータの量がテ
キスト処理システムメモリ中の各時点での使用可
能な記憶容量よりも小さいときにテキストデータ
を効果的に転送し処理するシステムに関する。

〔従来技術〕

米国特許第3753239号及び同第3781813号明細書
には、テキスト処理システムのオペレータにとつ
て負担となる仕事、即ち準備中の又は訂正中の文
書の各ページに対応する記憶ブロツクの論理的な
順序をオペレータが記憶しておかなければならな
いという負担を取除く為逐次式大容量記憶装置の
記憶ブロツクをログしておき、そして新しい訂正
されたテキストのページを記憶するよう各ブロツ
クを指定する技法が開示されている。そのログ
は、各回の記憶動作又は削除動作の完了時にメモ
リの最初のブロツクに記録されたものである。

大容量記憶装置をもつと高密度に利用しようと
して、各ブロツク即ちセグメントを更に細分した
部分（以下この部分のことを区画と称することが
ある）に補助的に分割してしまう事が考えられて
いる。例えば各ブロツクが８つの区画に分割さ
れ、その任意の境界部分で１つのページを開始で
きるとすると１ブロツクには短かいページなら最
大８ページまで納められる。しかし、この場合は
上記特許明細書で教示されるよりもはるかに高度
なログシステムが必要となつて来る。何故なら
ば、上記の特許明細書のシステムのように各ブロ
ツクの初めが１つのページの最初のところを表わ
せれば済むという訳にはいかないからである。各
ブロツクを分割（セグメント化）する場合に考え
られた上記改良技法では、幾つかの状況が考えら
れる。例えば、ブロツクの最初の区画はページの
最初であつも真中であつても良い。実際、ブロツ
クのどの区画が１つのページを開始しても良い
が、この事を反映するようなデータはその区画に
は記録されない。

〔従来技術の問題点〕

しかし前者の上記明細書のシステムではページ
単位でしかテキストデータを転送できないのでテ
キスト処理システムメモリ内に、ページ全体を記
憶できるだけの記憶容量がない場合は、該システ
ムメモリへテキストデータを転送してそれを処理
することができなかつた。

また後者の従来システムでも、システム設計
上、１つのブロツクで一度ページが開始されてか
らは、そのページは物理的に続く限り、そのペー
ジの最後までは連続していなければならず、ペー
ジ全体を記憶するに足る記憶容量がない場合にそ
のページをどのように処理すれば良いか開示して
はいなかつた。

〔発明の概要〕

本発明の目的は、逐次記憶装置に記憶されてい
るページ全体若しくはテキストデータ全体を記憶
できるだけの使用可能な記憶容量がテキスト処理
システムメモリにない場合でも、そのテキストデ
ータをテキスト処理システムメモリへ転送してそ
れを処理できるテキスト処理システムを提供する
ことにある。

本発明の他の目的は、テキストデータの一部が
如上のように転送され、処理されることによつ
て、テキスト処理システムメモリ中に使用可能な
記憶容量が新たに生じたとき上記テキストデータ
の他の部分を自動的に転送できるテキスト処理シ
ステムを提供することにある。

本発明の目的は、逐次記憶装置中の複数個のテ
キストデータ部分の間にある「未使用で使用可」
若しくは「誤りで使用不可」の部分を、テキスト
処理システムメモリに転送しないことによつて該
メモリの有効利用及び該メモリ中でのテキストデ
ータの処理の簡素化を得られるテキスト処理シス
テムを提供することにある。

如上の目的は、下記の構成を具備するテキスト
処理システムによつて達成される。

即ち複数個の逐次のセグメント及び上記各セグ
メントを細分化した複数個の部分より成り、夫々
１個若しくは複数個の上記部分から成る複数個の
テキストデータを記憶し得る逐次記憶装置と、上
記各テキストデータの量を与えるとともに上記各
部分の「未使用で使用可」若しくは「誤りで使用
不可」と言つた状況をも記憶しているデイレクト
リと、上記テキストデータを処理するテキスト処
理システムと、該テキスト処理システムで処理さ
れる上記テキストデータを受け入れるための、上
記逐次記憶装置よりも小さい記憶容量しか持たな
いためテキスト処理システムメモリと、上記メモ
リの各時点での使用可能な記憶容量と、上記デイ
レクトリから得られる、上記逐次記憶装置中のテ
キストデータの量とを比較する手段と、上記比較
により上記メモリの使用可能な記憶容量が上記逐
次記憶装置中のテキストデータの量よりも小さい
とき上記テキストデータの量のうち上記使用可能
な記憶容量に相当する量の部分のテキストデータ
を上記テキスト処理システムメモリに転送する手
段と、上記逐次記憶装置中で上記複数個のテキス
トデータ部分の間にある、上記「未使用で使用
可」若しくは「誤りで使用不可」の部分を、上記
デイレクトリを調べることによつて読出すのに応
答して、その部分を上記メモリに転送しないよう
にする手段と、上記メモリに転送された部分のテ
キストデータが処理されることによつて上記メモ
リ中に使用可能な記憶容量が新たに生じるのに応
答して、上記メモリに上記テキストデータの他の
部分を転送する手段とを具備するテキスト処理シ
ステムにより達成される。上述の「逐次記憶装
置」は、セグメント化され更に部分（実施例の
「区画」）に細分化された記憶スペースをもつ逐次
式の記憶装置９に相当する。「デイレクトリ」
は、その細分化された各区画の状況即ち「未使用
で使用可」若しくは「誤りで使用不可」と言つた
状況を記憶している。各セグメント毎のシステム
ログと、各セグメントの論理的な順序を記憶して
いるシステムリストとから成るデイレクトリによ
つて具現されている。テキストデータの量は、シ
ステムログの「（データ及び）内容開始」指標に
より境界付けられる各テキストデータ内容（例え
ば１ページのテキストデータ）の区画の数、即ち
システムログの上記内容開始指標間にあつて「デ
ータのみ」指標で状況表示される区画の総数によ
つて得られる。尚異なるセグメント間の各区画
は、システムリストによつて関係づけられるか
ら、１つのテキストデータ内容が複数個のセグメ
ントに股がつていてもその論理的順序からテキス
トデータの量が得られる。「テキスト処理システ
ム」は、プロセツサ１を中心とする第１図の全体
構成に相当し、「テキスト処理システムメモリ」
は第１図のランダムアクセスメモリ２１に相当す
る。実施例に於ては、前述のテキストデータの量
（Ｘ）とともにテキスト処理システムメモリの使
用可能な記憶容量も「区画」の数（Ｍ）で与えて
いる。その使用可能な記憶容量（Ｍ）とテキスト
データの量（Ｘ）とを「比較する手段」は、第４
図乃至第９図に示す任意内容（Ｎ）選択動作、即
ち逐次記憶装置９からランダムアクセスメモリバ
ツフア２２１に第Ｎページ若しくは第Ｎ番目のテ
キストデータを転送するための流れ図のうち、特
に第８図のブロツク７８の動作を行なうプロセツ
サ１等の手段で具現される。この比較により上記
Ｍが上記Ｘよりも小さいときはノーの経路に沿つ
てブロツク８４に進む。このブロツク８４の動作
が、上記Ｍに相当する量の部分のテキストデータ
をテキスト処理システムメモリに転送するプロセ
ツサ１等の手段で具現される。「上記メモリに転
送しないようにする手段」は、特に実施例の流れ
図に明記してはいないものの、各区画の読出し時
にデイレクトリのうちのシステムログから「未使
用」を読出した区画や「誤り−使用不可」を読出
した。区画がスキツプされるのであるから、これ
もプロセツサ１等の手段で具現される。そして
「他の部分を転送する手段」は、第１２図の部分
読出し内容選択動作に関する詳細な説明で明らか
になるように、前に部分的に読出された内容Ｎの
読出しが逐次記憶装置９からランダムアクセスメ
モリバツフア２２１へ続行される動作であり、こ
れはバツフア容量Ｍが０よりも大きくなる（使用
可能な記憶容量が新たに生じることを意味する）
のに応答して開始されるところのこれもプロセツ
サ１等の手段で具現される。

如上の組合せ構成により、逐次記憶装置からテ
キスト処理システムメモリへ、該メモリの使用可
能な容量が小さくても、自動的なテキストデータ
の転送処理が得られ、また該メモリの有効利用が
達成される。

〔実施例の概要〕

実施例はテキスト処理装置を支援する為のテキ
スト内容（云わゆるページであつても良いしそれ
に代る任意のものを「内容」と定義する）を記憶
し且つ検索する装置を提供する。通常は文書のペ
ージを表わすテキスト内容が、逐次式大容量記憶
装置の複数個のセグメントの一連の、ラベル（名
礼）の無い可変量の大きさの構成単位として記憶
される。ラベルを付けないという事はページ番号
又は任意の他のログデータがそのテキスト中には
記憶されないという事を意味する。このシステム
はテキスト内容を記憶セグメント上に詰込む（パ
ツクする）事によつて未使用記憶領域を最大にし
ようとする。

この記憶装置は、記憶セグメントから記憶セグ
メントへ逐次、データが転送されるものである
が、その記憶セグメントがランダム方式か又は擬
似ランダム方式で「区画」レベルへアクセスされ
ても良い。全てのセグメントは等しい一定の長さ
である。従つて、各セグメントは、各々が等しい
一定の長さであるような複数個の区画を含む。

データが逐次的な、ラベルのないフオーマツト
で記憶されるので、任意の記憶されたテキストの
内容（ページ）番号は、記憶されたテキストその
ものをみただけでは判断し得ない。その代り、こ
のシステムはデイレクトリを維持し、これによつ
てこれらの内容の記憶装置上での内容番号及び内
容の位置の両方を探知出来るようにしてある。こ
のログ（デイレクトリ）は下記の２つの部分から
成る。(1)使用される記憶セグメントの論理的順序
のリストであるシステムリスト。(2)記憶装置中の
全記憶セグメントのデータ指標即ちデータ特性の
ログであるシステムログ。

このシステムは記憶装置の、必ずしも物理的に
隣接しないセグメントに内容を詰込もうとする。
内容は複数個の記憶セグメントに股がつても良
く、又そのシステムリストに於ける記憶セグメン
トの組が１組の内容（例えば複数ページの文書）
を表わしても良い。システムリストは記憶セグメ
ントの、物理的というよりもむしろ論理的なリス
トである。記憶セグメントの仮のリスト、ｒ／
ｍ／ｄ／ｅを考えてみよう。セグメント「ｆ」は
物理的にも論理的にもセグメント「ｍ」の前に来
る。セグメント「ｍ」は物理的にではなく論理的
にセグメント「ｄ」の前に来る。２つのセグメン
ト「ｄ」及び「ｅ」は物理的に隣接しているが、
２つのセグメント「ｍ」、「ｄ」及び他の２つのセ
グメント「ｆ」、「ｍ」はそうではない。このリス
トでは隣接、非隣接、物理的に前又は後の任意の
組合せが可能である。このリストはデータが記憶
される際の論理的な順序を暗示する。

実施例では、「ｍ」がセグメント「ｆ」の「後
続」セグメントと呼ばれ、セグメント「ｄ」がセ
グメント「ｍ」の後続セグメントと呼ばれる。セ
グメント「ｄ」はセグメント「ｆ」の後続セグメ
ントではない。セグメント「ｅ」の後続セグメン
トはない。セグメント「ｍ」はセグメント「ｄ」
の先行」セグメントと呼ばれ、セグメント「ｆ」
はセグメント「ｍ」の先行セグメントと呼ばれ
る。セグメント「ｆ」はセグメント「ｄ」の先行
セグメントではない。セグメント「ｆ」の先行セ
グメントはない。

記憶セグメントのデータ指標のシステムログは
全セグメントの各区画がそのシステムでは現在ど
のように使用されているかという事を記録してい
る。１つのセグメントの各区画はそのログの中に
それに寄与する下記のデータの指標を必ず１つだ
け有する。(1)未使用−使用可、(2)誤り−使用不
可、(3)データのみ、又は(4)データ及び内容開始、
データ内容（ページ）は１つ又は幾つかの記憶セ
グメントの幾つかの区画に股がつていても良い。
データ内容が幾つかの記憶セグメントに股がつて
いる場合は、それらはシステムリスト中で隣接し
ている。内容が１つのセグメントの複数の区画に
股がつている場合、それらの区画はその記憶セグ
メントに於て逐次位置を捜索される。１つの内容
はシステムログ中の内容開始指標によつて境界付
けられ、又システムリストの後続の内容開始指標
又はシステムリストの末尾によつて境界付けられ
る。「内容」開始指標相互間の、テキストが何も
記憶されない区画（誤り−使用不可、未使用−使
用可）は何の効果ももたない。データ内容の番号
（ページ番号）は（システムログから判断される
如き）システムリスト中の内容開始指標の相対位
置から判断される。例えば、内容番号３はシステ
ムリスト及び指標を表わすシステムログをみて３
番目の内容開始脂標を見出す事により位置を捜索
される。他の実施例のように、「ｉ」という番号
を付された内容の検索は、「ｉ番目」の内容開始
指標を含む記憶セグメントの位置を捜索しその
「区画」を正しく読出し、又そのセグメントに或
いはシステムリスト中の後続セグメントに後続の
「データのみ」区画があれば、(1)他の（「ｉ＋
１」）内容開始区画の位置が捜索される迄又は(2)
そのリストが終了する迄それら、後続の「データ
のみ」区画を読出すというようにして実行され
る。「未使用」区画や「誤り−使用不可」区画は
スキツプされる。

システムリスト及びシステムログの両方を含む
システムデイレクトリ（ログ）はそのシステムの
ランダムアクセスメモリ中にあり、それはセグメ
ント化された逐次記憶装置の上に記録される。ラ
ンダムアクセスメモリ中のログが壊されるという
結果を招く事にもなる電力損失によるくいちがい
を最小限にする為、前記装置がそれにデータを記
録させる毎にその記憶装置にログが記録される。
記録中のアクセス時間を短くする為、並びにその
信頼性を向上させる為、ログはその記憶装置上の
互いに隔てられた複数の箇所に記録される。物理
的にもつとも近いログが各データ記憶動作時に更
新される。ログは各更新時に増加される「現時」
カウンタを含むので、もつとも最近の従つてもつ
とも正確なログがシステムの初期設定中に位置付
けられ得る。

システムログはハードウエア的な誤りを有する
区画の記録を保持しているので、これらをその後
使用するという試みは為されない。更に、これら
の欠陥のある区画の計数値が保持され、この計数
値が所定の値に達するときその事がテキスト処理
システムに知らされる。この知らせはそれ以上の
利用を阻止はしないが、記憶装置の信頼性が疑わ
しい事を警告する。

本願発明は、逐次記憶装置中の実際にテキスト
データ等を記憶する箇所であるセグメントや区画
にラベルが付いていない構成即ちそれらの箇所を
アクセスするためにはデイレクトリのシステムリ
ストやシステムログを必ず参照する必要のある構
成を前提としている。従つて或る内容Ｎの全ての
データを転送しようとする場合、逐次記憶装置か
らテキスト処理システムのメモリに既に転写され
ている最新のデイレクトリを逐一参照しながらデ
イレクトリに記録されている順序で逐次記憶装置
９の各セグメント及びその中の各区画のテキスト
データを読出し、システムメモリのバツフアメモ
リへ転送する。一例として、逐次記憶装置中の各
セグメントが26個並んでいるのに対し最初の位置
のセグメントから順番にａ乃至ｚと命名したと仮
定する。また或る内容Ｎがそのセグメントａ乃至
ｚのうちｆ，ｍ，ｄ，ｅという複数のセグメント
の位置にまたがつてテキストデータを含んでいる
と仮定する。すると、システムリストでは「…
…、内容Ｎ、セグメントｆ、セグメントｍ、セグ
メントｄ、セグメントｅ、内容Ｎ＋１、セグメン
トｅ、セグメントａ、……」というようにその順
序で記録されている。その内容Ｎが要求されたと
きシステムリストを走査して内容Ｎを捜し出け
ば、それに続くｆ，ｍ，ｄ，ｅを何時でも引出せ
る状態になる。個々のセグメントは例えば８個の
区画に細分されているので、セグメントｆに対し
ても８個のログがシステムログに記録されてい
る。それらの８個のログは「データのみ」「未使
用−使用可」「（データ及び）内容開始」「誤り−
使用不可」のいずれかでビツト表示されている。
実施例ではシステムログ内でのその８個のログの
物理的な順序は、セグメント内の区画のテキスト
データ順序と同様、論理的な順序でもある。従つ
て内容Ｎがセグメントｆから開始することやシス
テムリストを走査することで分ると、セグメント
ｆに対応する８個の区画についてのシステムログ
をその物理的且つ論理的順序で調べて行く。「（デ
ータ及び）内容開始」をビツト表示するログを見
出したときそこが内容Ｎのテキストデータの区画
単位での開始位置だと分る訳である。そこからシ
ステムリスト及びシステムログの両方を参照しな
がら内容Ｎのテキストデータが入つているはずの
区画の数を計数し始め、内容Ｎの最後のセグメン
トｅに対応する８個のログのうち「（データ及
び）内容開始」をビツト表示するログの直前まで
の区画数を計数すれば、内容Ｎの区画数が分る。
テープ等の逐次記憶装置中のそれらのセグメント
や区画内のテキストデータを読出すには前述の米
国特許明細書にも開示したように、各セグメント
毎に設けた孔の位置を最初から計数するカウンタ
を利用しても良い。セグメントｆのテキストデー
タが必要ならそのカウントが６（ａから６個目が
ｆなので）になつたときのセグメント位置をアク
セスしてデータを読出せば良い。本実施例では区
画の位置も必要なので、２つのフイールドをセツ
トできるSPポインタを用い夫々に読出そうとす
るセグメントの位置及び区画の位置をセツトして
それらの位置を指定する。

如上のとおり、本発明の構成で内容Ｎのテキス
トデータを転送するにはそのテキストデータの区
画を読出す論理的順序を調べるためシステムリス
ト及びシステムログを走査することや前提となる
ので、「データのみ」区画だけでなく、「未使用で
使用可」もしくは「誤りで使用不可」の区画も転
送の対象となる。そして各区画のテキストデータ
の転送の際、「未使用で使用可」もしくは「誤り
で使用不可」の区画であることがシステムログを
調べて分つたときは、それらの区画をスキツプす
る手段、即ちそれらの区画の読出し転送を禁止す
る手段を設けたことによつて、テキスト処理シス
テムの限られたバツフアメモリ容量を最大限に活
用し、また無駄なデータ転送時間を節約できる効
果がある。

内容Ｎのテキストデータを転送処理する場合、
実施例の第８図の判断ブロツク７８で転送すべき
テキストの区画数ｘとその時点でテキスト処理シ
ステムのバツフアメモリで受入れ得る区画数Ｍと
を比較する。この実施例ではその時点で読出し用
のSPセグメントにセツトされている１つのセグ
メントのみを考え、そのセグメント中の内容Ｎの
テキストデータの区画数をｘとして上記Ｍと比較
する。Ｍ＞ｘならイエスの経路でブロツク７９へ
進み、そのセグメントの全てのテキストデータを
テキスト処理システムのメモリ即ちバツフアメモ
リＢへ転送する。そのセグメントに内容Ｎのテキ
ストデータが全て含まれ他のセグメントにまたが
る内容Ｎのテキストデータがなければ、それで転
送は完了する訳だが、その後処理はＤ１を経て第
９図の判断ブロツク８６、ブロツク９１、ブロツ
ク９２、ブロツク９３を経て「利用システムへ戻
る」まで順次進行する。第８図の判断ブロツク７
８へ説明を戻すと、Ｍ＜ｘの場合は、ノーの経路
でブロツク８２、ブロツク８３へ進み、Ｍ＝０で
なければブロツク８４へ進んで、バツフアＢで受
入れ可能な区画数Ｍの分だけテキストデータを転
送しＤ１へ進む（Ｍ＝０ならテキストデータの転
送は全く行なえないのでブロツク８３からＤ１へ
直行する）。

Ｄ１の後は第９図の判断ブロツク８６へ進む
が、バツフア容量Ｍが不十分でそのセグメントの
テキストデータを全ては読出せないとき（即ちＭ
が元々０のときか又はデータを読出した結果Ｍが
０になるとき）イエスの経路でブロツク８７へ進
み、そこで次に読出そうとする区画を指定できる
ようSPポインタをセツトする。そしてこの場合
は部分的読出し内容選択動作が必要ということ
で、第１２図の流れ図を経て第８図のＤからその
セグメントの残りの区画を読出せるよう準備す
る。即ちバツフア容量Ｍが０よりも大きくなつて
新たにテキストデータを受入れられるようになれ
ば自動的にその読出し転送動作が続行できるよう
にしている。そして１つのセグメント中の内容テ
キストデータが全て転送されると、第９図の判断
ブロツク８６からノーの経路へ進み、ブロツク９
１を経て判断ブロツク９２へ進む。

内容Ｎのテキストデータが複数のセグメントに
またがるか否かは判断ブロツク９２及び９４で判
断される。複数のセグメントにまたがる場合は、
判断ブロツク９２のノーの経路を経て判断ブロツ
ク９４へ進み、更にそのイエスの経路を経てブロ
ツク９５へ進むはずである。後続セグメントの最
初の区画が内容開始区画であれば、内容Ｎのテキ
ストデータは前のセグメントで終つていたことに
なるが、内容開始区画でなければ判断ブロツクで
ノーの経路を経てブロツク９７から第８図のＤへ
進み、その後続セグメントについて前のセグメン
トで行つたのと同様の読出し転送動作を続ける。
これは内容Ｎの全テキストデータが読出され転送
されるまで適宜上記の手順が反復される。そして
判断ブロツク９２で内容Ｎ＋１が存在すると判断
されるか、または判断ブロツク９４で後続セグメ
ントがないと判断されるきその読出し転送動作は
終了する。

テキスト処理システム（利用システム）が或る
内容を適当に（ランダムに）選択すると、その区
画は利用システムにより訂正を受ける事になる。
その結果、その内容はテキストを加える事により
以前にそれが記憶装置上で占めたスペースに最早
適合しなくなるよう物理的に拡大されるかもしれ
ない。この内容の論理的な末尾が記憶セグメント
を次のより高次の内容番号の１つの記憶セグメン
トと共有するならば問題を生じる可能性が存す
る。このような問題即ち「かちあい」の生じる可
能性があるのでそのシステムは、もしもかちあう
データが存在するならば、そのセグメントを共有
する、選択された内容の終了に続くデータがあれ
ばそのデータを再配置する。このかちあうデータ
の再配置は、要求された内容を最初に読出す前
に、そして要求されるデータを保持するランダム
アクセスメモリバツフアを介して行なわれる。こ
のデータは、システムリスト又はシステムログ中
に最初は含まれない他のセグメントに再配置され
る。再配置されたデータは下記の事項が生じる迄
はログされない。即ち(1)最初に要求され、訂正さ
れたデータがその記憶装置に一旦戻されて記憶さ
れた後に実際の要求がなければ或いは(2)要求され
たデータを元々引出されたセグメントへ記憶しよ
うとして誤りが生じれば、或いは(3)もしも最初に
要求された内容に続く内容も選択されなければ、
それらのときはいずれもログされない。もしもデ
ータが再配置され得なければ、尚も取出しが行な
われ利用システムには特別の状態が知らされる。
このログされないセグメントは「スクラツチパツ
ド」と呼ばれる。

再配置中、読出され得ないデータがあればその
データは独得の誤りコードによつて「スクラツチ
パツド」の上で示される。従つて、その再配置中
内容は縮められず、全ての内容開始指標が保全さ
れ得る。

「後続内容選択」動作が、前に選択された内容
の後に続く内容を取出す。この動作はある位置で
上記の任意内容選択動作が先に生じていた場合に
しか起らない。この動作は「再配置不能な」状態
を除けば上記任意内容選択のときと同じ出力を有
する。スクラツチパツドは後続内容選択の際には
生じない。

任意内容選択又は後続内容選択により「部分内
容選択」が、予じめ要求されたデータを読出し続
けるのに使用される。この入出力動作は内容番号
がシステムへ判然と通過されない事を除けば後続
内容選択動作と同じである。この動作はテキスト
処理システム・メモリ中の整数個の全区画と同数
の対応する、記憶装置のページの区画を該メモリ
へ転送するよう使用され、メモリが付加的なテキ
ストを受入れる余地を残すときテキスト処理シス
テム・メモリへ内容の残りを取出し続けるよう使
用される。

その記録された「区画」は互いに押し合い、従
つてその内容を読出しそして内容を記録するとい
う事が交互に行なわれる事によつてそのセグメン
トは圧縮される。これは未使用セグメントがシス
テムリストから削除されるように全体が未使用の
セグメントを構成すべくこれらの未使用「区画」
を移す。

〔実施例の詳細な説明〕

第１図には、プロセツサ１を有するテキスト処
理システムの一部が示される。プロセツサ１には
アドレス母線２が接続され、これによつて制御記
憶装置３中の命令がアドレスされ、命令母線４に
沿つて該プロセツサ１へ戻される。システムクロ
ツク発生器５はそのシステム中の各装置へ「Ｃ」
で示す複数本の線に沿つてクロツク信号を与え
る。プロセツサ１はセグメント化（分割）された
逐次式の記憶装置９へ線６に沿つて制御信号を伝
える。セグメント化された逐次式の記憶装置９は
例えばその種々のトラツクが複数個のセグメント
であるようなデイスクから成つていても、その複
数個のブロツクがセグメントであるようなテープ
から成つていても良い。記憶装置９は線７及び８
に沿つて夫々割込情報又は状況情報をプロセツサ
１へ帰還する。

テキストを発生し且つ訂正する目的からテキス
トデータを記憶する為、且つ記憶装置９にデータ
を再配置するときのバツフアとして働かせる為に
ランダムアクセスメモリ２１が設けられる。ラン
ダムアクセスメモリ制御装置１８は能動線１７、
データ母線１９及びアドレス母線２０を介してラ
ンダムアクセスメモリ２１をアクセスするのを制
御する。記憶装置９とランダムアクセスメモリ２
１との間でのデータの直接の転送はプロセツサ１
を呼び出す事なく直接メモリアクセス制御装置１
３を使用する事によつて行なわれる。データの転
送は直接メモリアクセス制御装置１３とランダム
アクセスメモリ制御装置１８との間でデータ母線
１５を介して又記憶装置９と直接メモリ制御装置
１３との間でデータ母線１２を介して行なわれ
る。アドレス母線１４はランダムアクセスメモリ
２１中の適当なアドレスを指示し、線１６上の能
動信号に従つてそこへデータを書込み或いはそこ
からデータを読出す。直接メモリアクセス制御装
置１３から記憶装置９への制御信号及び記憶装置
９から直接メモリアクセス制御装置１３への状況
信号が夫々線１１及び１０に沿つて与えられる。
プロセツサ１はランダムアクセスメモリ制御装置
１８へアドレス母線２２を介して、読出し及び書
込みの為の適当なアドレスを運ぶ。データは線２
４上の能動信号に従つてデータ母線２３を介しプ
ロセツサ１とランダムアクセスメモリ制御装置２
１との間で転送される。

制御記憶装置３は普通は読取専用記憶装置中に
組込まれ、従つてその命令線ももの中へ恒久的に
配線される。しかし、制御記憶装置３は電力がそ
のシステムに与えられる毎に命令をその中へロー
ドする必要があるようなランダムアクセスメモリ
の形態で組込まれても良い。他の実施例では、プ
ロセツサ１及び制御記憶装置３は上記のようなプ
ロセツサ又は「命令」を使用せず組合せ論理装置
と完全に置換され得る。以下で示す流れ図は論理
設計に携る当業者が本発明の概念に従うハードウ
エアの論理装置を特定出来るように書かれてい
る。汎用目的デイジタルコンピユータをプログラ
ムするコンピユータプログラムの当業者は、これ
らの流れ図により本発明の概念に従つてセグメン
ト化された逐次記憶装置をアクセスし且つその装
置の利用状況をログする事が出来る。

第２図には、その現時カウンタフイールドに於
ける計数値に従つて最新のデイレクトリ（ログ）
を見出すよう記憶装置９に記憶された複数個のデ
イレクトリ（ログ）を調べるシステム初期設定過
程を示す。開始ブロツクの脇に破線で関連付けら
れたブロツクで示すように、最初の仮定として記
憶装置９にＸ個のデイレクトリ（登録簿）即ちロ
グがあるものとする。ブロツク３１で「計数値
（COUNT）」レジスタ及び「読出し（READ）
CK）」レジスタが０にセツトされる事とレジスタ
Ｎが１にセツトされる事とを示す。ブロツク３２
では、システムログの番号「Ｎ」を記憶装置９か
ら読出す。ブロツク３３では読出された番号につ
いて読出し誤りがあつたかどうか検査する。もし
も読出しが不成功であれば、レジスタＮはブロツ
ク３６で１だけ増加され、ブロツク３７でＮレジ
スタの中味が「Ｘ」と比較される。Ｎレジスタの
中味が「Ｘ」を越えないとすると、他のログの中
味が読出される事になり、ブロツク３２で示すよ
うに、記憶装置９からシステムログの次の番号
「Ｎ」を読出すというように動作が反復される。
ブロツク３３での読出しが成功であれば、ブロツ
ク３４で「読出しOK」レジスタを１にセツト
し、ブロツク３５でログの最初のところに記憶さ
れた現時カウンタの計数値が「計数値」レジスタ
の中味と比較される。

現時カウンタの中味が０よりも大きいか又は０
に等しければ、そのログはブロツク３８で示よう
にランダムアクセスメモリ２１に引入れられる。
（この例では、現時カウンタの計数値を「計数
値」レジスタの中味と比較する場合、「計数値」
レジスタが最初は０にセツトされているので現時
カウンタは常に「計数値」レジスタの中味に等し
いか又はそれよりも大きくなる。）ブロツク３９
で、計数値レジスタには現時カウンタの中味がロ
ードされ、ブロツク３６でレジスタＮの中味が１
だけ増加される。現時カウンタの中味が「計数
値」レジスタの中味を越える毎にランダムアクセ
スメモリ２１の中にログが入れられる。ブロツク
３７のところで、全てのログが読出されてしまう
と、ランダムアクセスメモリ２１中のログは現時
カウンタの最大値のものが成功裡に読出されたも
のとなる。

第２図Ａの部分から第３図Ａの部分へ続けて説
明すると、全てのログが読出されてしまうと、
「読出しOK」レジスタの中味が０か１かを調べ
るようブロツク４０で該「読出しOK」レジスタ
が検査される。中味が１であれば、記憶装置９か
ら良好なログが読出され、ブロツク４２でその動
作は利用システムのテキスト処理システムへ戻
る。良好なログが読出されなければ、ブロツク４
１のところで妥当なデイレクトリ（ログ）がない
事を利用システムに知らせ、尚も記憶装置９をア
クセスしないようにする。

第４図乃至第９図は任意内容選択動作を示す。
即ちこの動作はオペレータによつて特定され、次
にテキスト処理システムによつてログし制御する
装置へ特定される任意のページが、記憶装置９か
ら取出され且つランダムアクセスメモリ２１の中
へロードされる。動作は下記の仮定に従つて第４
図の開始ブロツクで開始する。この例では、必要
な内容番号がＮレジスタに含まれるがこれをＮと
する。記憶装置９からのデータがロードされるで
あろうランダムアクセスメモリバツフアの初期ア
ドレスがＢと名付けられ、Ｂレジスタに記憶され
る。そして、ランダムアクセスメモリ２１の未使
用容量区画はＭと名付けられ、Ｍレジスタに記憶
される。容量Ｍはランダムアクセスメモリ２１、
即ちバツフアＢの大きさを表わす整数である。こ
れは、バツフアＢが所与の環境の下で含み得る、
記憶装置９の区画の総数である。任意内容選択の
場合、Ｍは少なくとも、１つのセグメントの区画
の数から１を差引いた数でなければならない。こ
の例として、記憶装置９の各セグメントが８個の
区画を含むと仮定しよう。この場合はＭは少なく
とも７でなければならない。

動作が開始すると、先ずブロツク４６で、内容
Ｎが存在するか否かについて、デイレクトリのシ
ステムログ区画を走査し且つそのデータ及び内容
の開始区画を計数するという検査が行なわれる。
データ内容Ｎが存在しなければ、記憶装置９から
ランダムアクセスメモリ２１の中へテキストデー
タが読出され得ない事は云う迄もない。しかし、
最近記憶された内容に続く付加的なテキストがあ
る場合にはこれを記憶する為記憶制御装置をセツ
トする以下の動作が実行される。

この記憶制御装置に導入される概念を選択ポイ
ンタ／記録ポインタ概念と定義する。システムは
セグメント化された逐次記憶装置９の各位置にレ
ジスタで記憶された２個の「ポインタ（指針）」
を含む。これらのポインタは夫々記憶装置９のセ
グメントに対応するフイールドとそのセグメント
の特定の区画に対応する他のフイールドとを含
む。SPと呼ばれる選択ポインタはアクセスされ
又は取出されるべきセグメントの次の区画を表示
（指示）するよう定義される。システムが内容を
部分的に読出す能力（以下の流れ図で詳細に示
す）を有し、この部分的な読出しを後で完了する
能力を有しているので、SPが常に内容の開始を
指摘するとは限らない。SPのセグメントフイー
ド及び区画フイールドの両方がともに０の場合、
全てのデータが選択される。SP全体が０の場
合、内容は発生されるだけで訂正されないかもし
れない。

RPと呼ばれる記録インタは記憶装置に記録さ
れた或るセグメントの最後の区画を指摘する。記
録ポインタがそれが０に等しくなる区画フイール
ドを有する場合、セグメントフイールドの中でそ
れが示すセグメントはどの区画にも記録されてい
ない。RPはシステムリスト及びシステムログに
よつて決まるようなSPに等しくなるか又はそれ
よりも決して論理的には大きくはなり得ない。
（この定義の場合、選択ポインタレジスタの中味
が０に等しくなると、選択ポインタは存在しない
とみなされる）。ポインタは同じ記憶セグメント
を示しても良いが、同じセグメントの同じ区画を
示してはいけない。

各内容記憶動作の終りにあたつて、RPとSPと
の間の「論理的な」領域はそのデータ特性即ちデ
ータ指標をシステムログ中で未使用にセツトさせ
る（但し誤り不使用部分を除く）。選択ポインタ
が０であれば、RPとシステムリストの終りとの
間の領域はシステムログ中で未使用にセツトされ
る。そこにデータを有しない全てのセグメントが
システムリストから除去される。これによつて、
余分の記憶スペースがその後の動作の為に利用可
能となろう。

内容が存在しない場合について第４図に沿つて
説明を続けると、ブロツク４９で選択ポインタ
SPレジスタの両フイールドが０にセツトされ、
スクラツチパツドレジスタが空にセツトされる。
ブロツク５０では、記録ポインタRPレジスタの
セグメントフイールドはデータを有するシステム
リストの最終論理セグメントにセツトされる。ブ
ロツク５１ではRPレジスタの区画フイールドは
RPのセグメントフイールド区画により表わされ
るセグメント番号のテキストデータを有する最終
区画にセツトされる。ブロツク５２では、利用シ
ステムは内容が見出されなかつた事を知らされ
る。そこで、選択ポインタは選択されるよう記録
されたテキストがもう存在しない事を表示するよ
うセツトされてしまい、記録ポインタはランダム
アクセスメモリ２１中のテキストが記憶装置９内
に最後に記憶された内容の直後に記憶され得るよ
うセツトされてしまう。

ブロツク４６に戻つて、ある内容Ｎが存在する
というもつと可能性の高い場合について考えてみ
よう。内容Ｎが終る記憶装置の同じセグメントで
次の内容Ｎ＋１が開始するならば、かちあいの生
じる可能性がある。この問題は即ちもしも内容Ｎ
のテキストがアクセスされ拡張されるならば、そ
れはそれが生じる同じ記憶領域に最早適合しなく
なるであろうという問題である。特定の内容Ｎが
終了するのと同じセグメントで次の内容が開始し
なければ、かちあいは起り得ない。何故ならばセ
グメントの境界を超えるテキストの拡張はこれま
での未使用セグメントに記憶され得るからであ
る。第４図のブロツク４７に示すようにかちあい
が起り得ない場合を考えてみよう。ブロツク４８
では、スクラツチパツドレジスタが空にセツトさ
れ、動作が第７図のＣへ進められる。第７図のブ
ロツク７０で、SPレジスタのセグメントフイー
ルドは内容Ｎが記憶される最初のセグメントの番
号にセツトされる。この情報はデイレクトリから
得られる。ブロツク７１では、SPレジスタの区
画フイールドがデイレクトリのシステムログ区画
から得られる情報から内容Ｎの最初のデータ区画
の番号にセツトされる。ブロツク７２では、アク
セスされる内容が文書の最初の内容であれば、ブ
ロツク７３でRPレジスタのセグメントフイール
ドが記憶装置９の内容Ｎの最初のセグメントを含
むセグメント番号にセツトされ、ブロツク７４で
RPレジスタの区画フイールドは０にセツトされ
る。

第８図へ進む前に、第７図で、所要の内容Ｎが
最初の内容ではない場合を考えてみよう。この場
合、動作はブロツク７５のところへ続き、そこで
RPレジスタのセグメントフイールドは内容「Ｎ
−１」の最後のデータセグメントの番号にセツト
され、ブロツク７６では、RPレジスタの区画フ
イールドは内容Ｎ−１のデータが記憶された最後
の区画の番号にセツトされる。

第８図のＤに進むと、ブロツク７８では下記の
ようにして部分的読出し状況が生じるか否かを判
断する。即ち、選択ポイントを通り過ぎたところ
で、その選択ポインタのセグメントフイールドが
表わすのと同じセグメントの上に存在し得る内容
の区画を含む余地がランダムアクセスメモリ２１
にあるか否かを判断することにより、上記の判断
が下される。ブロツク７８で、もしもＭ（各部に
よるメモリの大きさ）が、SPレジスタのセグメ
ントフイールドで特定されるセグメントに存在す
る内容Ｎのいかなる区画をも含み得る程大きけれ
ば、ブロツク７９で内容Ｎを含むSPセグメント
のテキスト区画がランダムアクセスメモリ２１の
アドレス８へ読出される。ブロツク８０でもしも
読出し誤りがなければ、下記で述べるように動作
はＤ１に進む。もしも読出し誤りがあれば、ブロ
ツク８１でバツフアＢのうち読出し誤りを有する
各区画の中の各記憶位置へ誤りコードが入力さ
れ、これによりオペレータにどこで読出し誤りが
生じたかについて表示を与え、動作はＤ１に進
む。

第８図のブロツク７８に於て、Ｍが、SPセグ
メントに存在する内容Ｎを含み得る程に大きくな
いと仮定する。ブロツク８２では利用システムは
既に説明した部分的読出し状況について知らされ
る。ブロツク８３では、もしもＭが０であり、メ
モリが一杯である事を表示すれば、動作は以下で
説明するようにＤ１に進む。そしてＭが０に等し
くなければ、ブロツク８４へ進んでランダムアク
セスメモリ２１が保持し得るのと同じ数の内容Ｎ
を（SPセグメントで示される内容）を読出す。
ランダムアクセスメモリ２１へ読出されたデータ
は前述のブロツク８０及び８１に従つて、もしも
必要であれば、入力されている誤りコードで以つ
て誤りを試験される。

第９図のＤ１を参照して、バツフア容量が不十
分なので部分的読出しが必要であつたという場合
を考えてみよう。ブロツク８７で、選択ポインタ
レジスタが内容Ｎの次のまだ読出されていないセ
グメント及び区画にセツトされ、これによつてラ
ンダムアクセスメモリ２１中のスペースが利用し
得る場合、その位置から読出しが続行し得るよう
にする。ブロツク８８でランダムアクセスメモリ
２１の中へ書込まれたデータ中に誤りコードがあ
れば、利用システムはブロツク８９でその事を知
らされる。もしもそのデータ中に誤りコードがな
ければ、利用システムに戻る。

第９図のブロツク８６でデータの部分的読出し
がなかつた場合を考えてみよう。この場合、ブロ
ツク９１でＭレジスタは読出されたばかりのデー
タの区画の数だけ減じられる。ブロツク９２で、
もしも内容Ｎ＋１がSPセグメントに存在するな
らば、内容Ｎは全て読出され、ブロツク９３で
SPレジスタの区画フイールドが内容Ｎ＋１の内
容開始区画にセツトされる。従つて、選択ポイン
タは文書中の内容の論理的順序で次の内容の開始
点を指示する。この時点でランダムアクセスメモ
リ２１中の誤りコードの検査が為され、もしも誤
りコードがあれば利用システムに知らされる。

ブロツク９２で内容Ｎ＋１がSPセグメントに
存在しないならば、ブロツク９４でデイレクトリ
のシステムリスト区画が検査され、SPレジスタ
のセグメントフイールドにより特定されるセグメ
ントに後続するセグメントがあるか否かが調べら
れる。もしもそうでなければ、ブロツク９８で
SPレジスタは０にセツトされ、読出され得る内
容がこれ以上ない事を表わす。そこでメモリ２１
の中へ予じめ読出された誤りコードがあればそれ
を知らせた後利用システムに動作が戻る。ブロツ
ク９４で、もしも選択ポインタセグメントに後続
するセグメントがあれば、ブロツク９５でSPレ
ジスタのセグメントフイールドはその後続セグメ
ントにセツトされ、SPレジスタの区画フイール
ドはその後続セグメントの最初のデータ区画にセ
ツトされる。ブロツク９６で、もしもSPレジス
タの区画フイールドが内容開始の区画にセツトさ
れるならば、要求された内容の読出しが完了さ
れ、メモリ２１に誤りコードがあればそれを利用
システムに知らせた後、その利用システムへ戻さ
れる。SPレジスタの区画フイールドが後続セグ
メントに内容開始を指示していなければ、ブロツ
ク９７では今読出されたばかりのデータの量だけ
アドレスＢが増加され、動作はＤに進んで次のセ
グメントで読出しを続行する。

第４図のブロツク４７に戻つて、かちあいの生
じる可能性があると仮定しよう。この場合、次の
内容Ｎ＋１が要求された内容と１つのセグメント
を共有する事になる。又Ｎ＋１内容を記憶してい
る区画にデータを書込まずとも、拡張されたＮ内
容の記録を完了できるだけの余地が、Ｎ内容が終
了するセグメントに残らない程に、要求された内
容の大きさが拡張されるならばかちあいが生じる
であろう。

第５図のＢに進んで、ブロツク５５では記憶装
置９に空セグメントの位置を捜し出し、それを
ESと名付ける。システムログ中でデータや誤り
−使用不能な区画を有さず且つデイレクトリのシ
ステムリスト区画にないセグメントを識別する為
デイレクトリを参照する事によつて空セグメント
が見出される。ブロツク５６で、記憶装置９に利
用可能な空セグメントがあつたと仮定すれば、ブ
ロツク５７では内容Ｎを含む最後のセグメントか
らかちあいデータがランダムアクセスメモリ２１
のアドレスＢに読出される。このかちあいデータ
とは内容Ｎが終るセグメントにあつて、内容Ｎの
終りに続く全てのデータである。ランダムアクセ
スメモリ２１はこのデータの為の一時的バツフア
として作用し、このデータがESセグメントに複
写されるのを許可する。ブロツク５８でかちあい
データを読出す際に何らかの誤りが生じると、ブ
ロツク５９で示すように誤りコードがランダムア
クセスメモリ２１中特に記憶装置９から読出され
た、読出し誤りを有する区画全部に与えられる。
誤りコードが書込まれた後、又は誤りコードがな
かつた場合、ブロツク６０でかちあいデータがラ
ンダムアクセスメモリ２１から読み出されて戻さ
れ、ブロツク６０で示すようにESセグメントに
書込まれる。

ブロツク６１でその書込み動作は書込み誤りに
ついて検査され、もしも書込み誤りがある場合は
ブロツク６２に於て書込まれた許りのESセグメ
ントのデータの状況がその各区画に「データ」と
して一時的にセツトされ、そのデータを再配置し
ようとしてこのセグメントを再度利用しないよう
表示を与える。そこで動作は、ブロツク５５へ戻
り、上記かちあいデータを再配置する為に他の空
セグメントの位置が捜索される。

ブロツク６１でデータを再配置する際に生じる
書込み誤りがないと仮定すると、動作は第６図の
Ｂ１に進む。ブロツク６５で「スクラツチパツ
ド」レジスタはセグメントESにセツトされる。
ブロツク６６でセグメントESについて必要な情
報は保留され、それが将来、本当に必要となつた
場合にデイレクトリに導入され得る（例えば、呼
び戻されたデータが拡張され、その結果スクラツ
チパツドセグメントに記憶されていたかちあいデ
ータに重ね書込みする事にもなりかねない場合に
そのような情報が必要となろう。）保留されるES
セグメントについての情報は、データが再配置さ
れる前にあつたセグメント番号（これはＡレジス
タに記憶されてＡと名付けられる）と、そこに現
に存在するESセグメントのデータ状況（未使用
−利用可能、誤り−不使用データ、又はデータ及
び内容開始）とである。ブロツク６７を参照する
と、データの再配置中書込み誤りに遭遇するセグ
メントがあればそれがリリース（放棄）される。
第５図のブロツク６２で、書込み誤りが生じたセ
グメントがその全ての部分にデータを表示するよ
うシステムログにセツトされた。従つてそのセグ
メントをリリースすれば、システムログ中でこれ
らのデータ部分が不使用にリセツトされる事を暗
示する。そのセグメントはシステムリスト中には
決して置かれない。

書込み誤りに遭遇する任意のセグメントがリリ
ースされた後、動作は第７図のＣへ続き、ランダ
ムアクセスメモリ２１の中へ必要な内容が書込ま
れるのを可能ならしめる。第５図に戻つて、かち
あいデータを再配置する試みを呼び起こす可能性
おのあるかちあいがあれば、又もしも空セグメン
トの位置がブロツク５６で捜し出されなければ、
ブロツク６３でスクラツチパツドは空にセツトさ
れ、利用システムに再配置不可能状態を知らせ
る。そこで動作は第６図のＢ２へ進む。書込み誤
りに遭遇するセグメントがリリースされた後、動
作は前述のとおりＣへ進む。

システムの動作の他のカテゴリは任意内容選択
動作が以前に生じた場合に想定される後続内容選
択である。この時点で選択ポインタは、後続内容
選択動作によりアクセスされるであろう内容を指
示するよう前の内容選択動作の終了時に予じめセ
ツトされており、後続内容選択動作の最初のとこ
ろでは選択ポインタの初期設定はない。第１０図
に於て、容量Ｍのランダムアクセスメモリ２１の
バツフアアドレスＢに内容Ｎが読出されるという
動作が利用システムからの要求によつて開始す
る。ブロツク１０１で、デイレクトリのシステム
ログ区画に間合せられ、内容Ｎが実際に存在する
か調べられる。もしもＮが存在しなければブロツ
ク１０３で選択ポインタレジスタが０にセツトさ
れ、ブロツク１０４で内容が記憶装置９に見出さ
れなかつた事を知らされる。ブロツク１０５で、
記憶制御装置は利用システムに戻される。

ブロツク１０１でデイレクトリのシステムログ
区画に内容が存在する事が判つたとする。ブロツ
ク１０２でサブルーチンスクラツチパツドが呼ば
れる。

第１１図はスクラツチパツド動作を示す。ブロ
ツク１０８には、もしもスクラツチパツドレジス
タが空であれば、動作は第１０図の呼出し点Ｄへ
戻る。従つて、第８図の点Ｄに動作が進み、ラン
ダムアクセスメモリ２１の中へその後選択された
内容の中のデータを読出す。しかし、もしもスク
ラツチパツドレジスタが空でなければ、スクラツ
チパツドセグメントは下記の通りシステムリスト
中のセグメントのリストの中へ論理的に連係され
る。ブロツク１０９でデイレクトリのシステムリ
スト区画は、セグメントＡの番号に続いてスクラ
ツチパツドセグメントを挿入するよう更新され
る。セグメントＡは、前に選択された内容に続く
データがもとのセグメントからスクラツチパツド
に写された時のそのもとのセグメントである。ブ
ロツク１１０で、デイレクトリのシステムログ区
画はスクラツチパツドセグメントの実際のデータ
状況を反映するよう更新される。ブロツク１１１
で、デイレクトリのシステムログ区画はセグメン
トＡの新しいデータ状況を反映するよう更新され
る。スクラツチパツドセグメント上に写されたセ
グメントＡの区画は今やシステムログで未使用と
してリストされるであろう。ブロツク１１２で、
選択ポインタSPレジスタのセグメントフイール
ドはスクラツチパツドセグメントにセツトされ
る。ブロツク１１３で、スクラツチパツドレジス
タは空にセツトされ、動作は第１０図の呼び出し
点Ｄへ戻る。この点Ｄから、ランダムアクセスメ
モリ２１の中への、要求された内容の読出しが続
く。読出しがスクラツチパツドセグメント上のデ
ータからであり、スクラツチパツドデータを写し
出す元となつたセグメントＡのデータからではな
い事に留意されたい。

他のシステム動作は、部分読出し内容選択動作
であり、その開始が第１２図に示される。この場
合、利用システムからの要求は前に部分的に読出
された内容の読出しが記憶装置９からランダムア
クセスメモリ２１のバツフアアドレスＢの中へ続
行されるという要求である。バツフア容量Ｍが０
よりも大きくなると、内容又はその部分の読出し
は第８図のＤで開始し得る。

内容が記憶装置９に記録されなければならない
とき記憶装置ログ兼用制御装置の主要な動作が行
なわれる。適当なセグメント及びその区画がその
記録の為選択されなければならず、この情報もロ
グされなければならない。第１１３図に於て、記
録動作は、ランダムアクセスメモリ２１のアドレ
スＢの中味が記憶装置９の内容Ｎのところへ記憶
されるべき事を利用システムからの要求によつて
開始する。内容の大きさはＭ区画である。

ブロツク１１６で、デイレクトリのシステムロ
グ区画は記憶装置９に何らかの内容が存在するか
否かを調べるよう問合せされる。内容が存在しな
い場合、空セグメントが記録の為選択される必要
がある。選択ポインタSPスクラツチパツド及び
記録ポインタRPの各レジスタがセツトされなけ
ればならない。ブロツク１１７で、空セグメント
が見出され、デイレクトリの領域で以つてシステ
ムリストに置かれる。ブロツク１１８で、SPレ
ジスタが０にセツトされ、スクラツチパツドレジ
スタが空にセツトされる。そこでブロツク１１９
で、RPレジスタのセグメント区画がシステムリ
スト中のセグメントにセツトされ、RPレジスタ
の区画フイールドが０にセツトされる。動作はブ
ロツク１２０へと続く。ブロツク１１６でもしも
内容が存在すれば、動作は直接１２０へ進む。も
しも内容が存在するならば、記録ポインタ及び選
択ポインタが既にセツトされていると仮定する。
というのも内容が存在すれば、記録過程が行なわ
れ得る前にそれらの一つを選択する試みが為され
ていた筈だからである。

ブロツク１２０で、SPレジスタは０状態につ
いて試験される。以前に１つも内容が存在しなけ
れば或いは内容が実在していて、記録ポインタが
実在する内容の最後の区画を指示しているなら
ば、SPレジスタは０になる。他の状況では、選
択ポインタレジスタは０でなく、動作は第１４図
のＨに進む。

選択ポインタが０に等しくない場合、選択ポイ
ンタは１個又は複数個の内容の次の内容を指示
し、記録ポインタは選択ポインタに先行する。記
録は選択ポインタのところで開始するが、実際に
選択ポインタへ達する前に停止しなければならな
い。従つて、第１４図のブロツク１２２で、スク
ラツチパツドレジスタが試験されそれが空である
か否かを調べられる。もしもそれが空であれば、
かちあいが起る可能性はなく、その場合記録ポイ
ンタが選択ポインタに達し、従つて動作はＧへ進
み、記録動作を下記で説明するように続ける。

スクラツチパツドが空でないならば（ブロツク
１２３の「ノ」の経路）、そのスクラツチパツド
の中味（Ｎ）に元来先行していたテキストが、前
述の選択された中味（Ｎ−１）の後で始まる中味
（Ｎ）を含む記憶しようとするセグメントに最早
戻せないほど拡張されてしまつたか否かについて
判断ブロツク１２３で判断が下される。従つて、
スクラツチパツドが空でないと仮定すると、内容
Ｎを含むだけのスペースが記録ポインタと選択ポ
インタとの間にあるか調べる検査が行なわれる。
もしも十分なスペースがあれば、記録動作はＧに
進み得る。もしも十分なスペースがなければ、第
１１図で以前に説明したサブルーチンスクラツチ
パツドが動作の中へ呼び出される。このサブルー
チンを呼び出すとスクラツチパツドがシステムリ
ストとシステムログの中へ置かれ、その結果、そ
の時点の記録過程が記録ポインタ及び選択ポイン
タセグメントの未使用部分の中への書込みを行い
得る。

ここで、動作は第１５図のブロツクＧに進む
が、もしも第１３図のブロツク１２０で選択ポイ
ンタが０になつていたとすればその場合は直接Ｇ
へ進む事になろう。ブロツク１２６でRPレジス
タの区画フイールドは、記録ポインタがセグメン
トの終りを指示しているか否かを判断するよう検
査される。もしも指示しているならば、動作はＩ
（後述）へ進み、その時点で何かがあれば他のセ
グメントが記録の為に見出されなければならな
い。もしも記録ポインタがセグメントの終りを指
示しなければ、ブロツク１２７でランダムアクセ
スメモリ２１の中味がそれらが０であるか調べる
為検査される。これは記録動作の一部である。何
故ならば、データの区画及びセグメントを使用状
態から未使用状態に戻す動作は、このデータを記
憶装置９からランダムアクセスメモリ２１へ移
し、該ランダムアクセスメモリ２１からこのデー
タを削除し、そしてデータ削除後に記録する事を
要求する事だからである。

記憶装置からデータを削除する事が望まれ、そ
の結果ランダムアクセスメモリ２１の中味が第１
５図のブロツク１２７で０であると仮定すると動
作は第１６図のＪへ進む。第１６図のブロツク１
３３で記録ポインタ位置と選択ポインタ位置との
間の且つ両位置を含まないデイレクトリのシステ
ムログ領域の区画フイールド全部が未使用状態に
セツトされる。記録ポインタと選択ポインタとの
間に、ログされた誤り区画があつたとすればその
状態は変らない。ブロツク１３４で、システムリ
スト中に空セグメントがあるか調べる為にデイレ
クトリが検査される。もしも空セグメントがある
ならばブロツク１３５で、システムがそれらのセ
グメントを利用可能な空セグメントであると考え
るようシステムリストからそれらが除去される。
そこで動作は第１８図のＬへ進む。もしもシステ
ムリストに空セグメントがなければ、動作はＬへ
直接進む。

第１８図では、記録動作のこの削除区画にとど
まるもの全てがデイレクトリを更新し且つ記憶装
置９に更新済のデイレクトリを記録する。ブロツ
ク１４８で、記憶装置９に記録されたデイレクト
リを計数するようカウンタＹが１に初期設定され
る。ブロツク１４９で、ランダムアクセスメモリ
２１のデイレクトリの最初のところの現時カウン
タは１だけ増加される。ブロツク１５０で、デイ
レクトリは記憶装置９に関連する読出し／書込み
変換器の現時点での位置に物理的にもつとも近い
記憶装置９上の専用デイレクトリ記録領域に記録
される。ブロツク１５１で、デイレクトリの記録
中記記録誤りが生じなければ動作は利用システム
に戻される。もしもブロツク１５１に記録誤りが
あれば、カウンタＹはブロツク１５２で計数１だ
け増加され、ブロツク１５３でカウンタＹの中味
がデイレクトリの数ｘを超えるか調べる為検査が
行なわれる。もしもＹがｘを超えなければ、記憶
装置９には未だ他のデイレクトリ記録領域がある
事を示し、ブロツク１５４でそのデイレクトリを
次のもつとも近い専用デイレクトリ記録領域に記
録するべく他の試みが為される。もしもＹがｘを
超えれば、他のデイレクトリ記録領域がなく、利
用システムはデイレクトリに誤りがある事、記憶
装置９が最早使用不可能である事を知らされる。

第１５図に戻つて、ブロツク１２７でＭが０に
等しい場合の記録動作の削除区画について前記説
明が為されたが、ここでＭが０に等しくないよう
な記憶装置９へ戻つてそこへランダムアクセスメ
モリ２１からのテキストが記憶される場合を考え
てみよう。そこで記録ポインタが記録の為に位置
付けられ、ブロツク１２８で、記録ポインタに続
く最初の区画で始まり、且つ記録ポインタのセグ
メントフイールドによつて指示された、セグメン
トの非誤り区画にランダムアクセスメモリ２１か
ら出来るだけ多くのデータが記録される。このセ
グメントで選択ポインタに遭遇するならば選択ポ
インタの区画フイールドによつて指示される区画
の直前で記録が停止される。ブロツク１２９で記
憶装置９に新しく記録されたデータに記録誤りが
あるか検査される。記録誤りがなければ、「更
新」サブルーチン動作がブロツク１３０で呼出さ
れる。

ここで第２１図を参照するとこれが「更新」動
作を示す。そのブロツク１７６では、Ｍ（ランダ
ムアクセスメモリ２１中のデータの区画の数）が
今、記録されたばかりのデータの量だけ減少され
る。ブロツク１７７で、メモリアドレスＢが今、
記録されたばかりのデータの量だけ増加される。
システムログは記録動作中使用された新しいデー
タ又はデータ及び内容の開始区画を反映するよう
更新される。最後に、ブロツク１７９でRPレジ
スタの区画フイールドが、記録しようとする最後
の区画にセツトされる。これはその区画が誤り区
画であるか否かには関係なく行なわれる。この時
点で、第１５図のブロツク１３１に動作は戻され
る。

第１５図のブロツク１２９を考えると今、記録
されたばかりのデータに記録誤りがあつたとす
る。動作は第１７図のＫに進む。先ずブロツク１
３８で、第１１図に示すスクラツチパツドサブル
ーチンが呼出される。スクラツチパツドが空であ
れば、動作はブロツク１３９へ直ぐ戻り、そして
もしもスクラツチパツドが空でなければスクラツ
チパツドセグメントはデイレクトリに連係され、
ブロツク１３９へ動作が進められる。ブロツク１
３９で、もしも記憶装置９に何か別の空セグメン
トがあれば、「誤り更新」サブルーチンがブロツ
ク１４５で呼出される。

第２２図に於て、誤り更新サブルーチンはブロ
ツク１８２で始まり、ここで誤り区画を表示する
為デイレクトリのシステムログ区画を更新する。
ブロツク１８３で、システム誤り区画カウンタは
ログされた各誤り区画毎に増加される。ブロツク
１８４で、誤りカウンタの中味が誤り限度値に等
しいか調べるよう検査される。誤り限度値は利用
システムに注意を向けずとも許容されるであろう
誤り区画の数よりも１だけ大きい所定の数にして
ある。もしもこの限度値に達すると、ブロツク１
８５で利用システムは誤り限度値について知らさ
れる。知らせた後、又は誤り計数値が限度値に達
しない場合、その動作が第１７図の呼出し点Ｇに
戻る。そこで第１５図で、もしも表示があればそ
の後の記録が試みられる。

第１７図で、ブロツク１３９でこれ以上空セグ
メントが存在しなかつたものとする。ブロツク１
４０で記録中の内容「Ｎ」について内容開始がロ
グされたか調べる為検査が為される。もしも内容
がログされたならば、第２２図の誤り更新サブル
ーチンが呼出される。このサブルーチンの完了時
に、これ以上のデータの記録は試みられず、利用
システムはブロツク１４４で、記録されるべき全
てのデータが記録されてはいない事を知らされ
る。そこで動作は前述のように第１８図のＬに進
み、その結果デイレクトリが更新され、記憶装置
９上に再記録され得る。ブロツク１４０で、もし
も内容Ｎを表わす内容開始がログされてしまわな
ければ、ブロツク１４２で記録ポインタの区画フ
イールドはこのセグメントの次の逐次的区画にセ
ツトされ、ブロツク１４３で内容開始が強制され
る。これは内容開始の損失を防ぎ、その後の内容
の再番号付けを内包する。

第１５図に戻つて、点Ｉからの動作について説
明しよう。この際他のセグメントが記録の為アク
セスされなければならない。第１９図のブロツク
１５８でデイレクトリのシステムリスト区画は、
RPレジスタのセグメントフイールドにより指示
されたセグメントがシステムリスト中のセグメン
トに後続しているかを調べる為走査される。もし
もこのようなセグメントが後続しているならば、
ブロツク１５９でそのような後続セグメントが記
録に適するかについて判断が為される。後続セグ
メントは、下記の各項、即ち(1)SPレジスタの中
味のセグメント区画が接続セグメントを指示しな
いか、(2)後続セグメントが内容開始指標を含まな
いか、について記録に適するか考慮される。もし
も後続セグメントが適するのであれば、ブロツク
１６０でRPレジスタのセグメント区画が後続セ
グメント番号にセツトされ、RPレジスタの区画
フイールドが０にセツトされる。これは第１５図
の点Ｇでの動作開始に従つてこの後続セグメント
の開始から記録が続行するのを可能にする。

後続セグメントが記録に適さないのであれば、
ブロツク１６１でスクラツチパツドレジスタの中
味が検査される。スクラツチパツドが空でなけれ
ば、不適の後続セグメントに記録しないというこ
とに対する例外がブロツク１６０で呼起される。
この時点で、RPレジスタのセグメントフイール
ドは後続セグメントにセツトされ、RPレジスタ
の区画フイールドは０にセツトされ記録が点Ｇに
進む。このセグメントは、それがこの後続セグメ
ントに記録する際の誤りにより必要となつたなら
ばスクラツチパツドが後に連係され得るのでその
上に記録される事になろう。

ブロツク１６１で、もしもスクラツチパツドが
空であれば、デイレクトリは空セグメントが存在
するか調べるようブロツク１６２で問合せされ
る。もしも空セグメントが存在するならば、ブロ
ツク１６３で、その時点のRPセグメントに後続
する空セグメントがシステムリストの中へ連係さ
れ、上記のようなブロツク１６０での動作が続
く。もしも空セグメントが存在しなければ、動作
は第２０図のＩ２に進む。第１９図を離れる前
に、システムリスト中のRPセグメントに後続す
るセグメントがなければ、ブロツク１５８で動作
はブロツク１６２へ飛越し、空セグメントが存在
するか否かについて調べられる。これは記録ポイ
ンタがシステムリスト中の最後のセグメントを指
示した場合である。

第２０図のＩ２に進むと、ブロツク１６６のと
ころで、記録ポインタと選択ポインタとの間の記
憶スペース（両ポインタを含まない）が計算され
る。もしも選択ポインタが０にセツトされるなら
ば、スペースの量は定義により０に等しくなる。
ブロツク１６７で、もしもスペースの量が０に等
しいならば第１７図のＫ１に動作は進む。ここ
で、データ全部は記録されない事を利用システム
に知らせ、動作はそのデイレクトリを更新し且つ
記憶装置９上に１つのデイレクトリを再記録する
ように進む。記録ポインタと選択ポインタとの間
の記憶装置９内のスペースの量がＭ（メモリ２１
の中味）よりも大きければ動作は第１９図のＩ１
に進む。そこから動作は既に述べた通り第１９図
のブロツク１６０に進む。第２０図のブロツク１
６８で、記録ポインタと選択ポインタとの間の記
憶装置９上の利用可能なスペースがメモリ２１の
中味よりも小さければ、ブロツク１６９で利用シ
ステムには全てのデータは記録されなかつた事が
知らされ、動作はブロツク１７０へ進み、そこで
Ｍは計算済みの記憶スペースに等しくセツトされ
る。そこで動作は第１９図のＩ１に進む。第１９
図では、記録ポインタセグメントフイールドは後
続セグメントにセツトされ、記録ポインタ区画フ
イールドは０にセツトされる。そこで記録ポイン
タから選択ポインタに向つて記録が続行されるよ
う第１５図の点Ｇに動作が進む。システムは記録
ポインタが選択ポインタを通り過ぎる前に記録を
止める。

〔まとめ〕

実施例をまとめると、テキスト処理システムを
支持する為テキスト内容及び区画を記憶し且つ取
戻す方法が提供される。これらのテキストの内容
は、通常は文書のページを表わすが、大容量逐次
記憶装置の各セグメントに、大きさの変化し得る
一連のラベルなし構成単位として記憶される。こ
のシステムは内容を記憶セグメントに詰込む事に
よりシステムの未使用記憶スペースを最大にしよ
うとする。システムリスト及びシステムログの両
方を含むシステムデイレクトリはそのシステムの
ランダムアクセスメモリの中に存在し、そしてセ
グメント化された逐次記憶装置上に記録される。
記憶装置にデータが記録される毎に、該記憶装置
にはログが記録される。記録中のアクセス時間を
短縮する為に且つ信頼性を向上させる為に、記憶
装置上の互いに物理的に離れた多数の箇所にログ
が記録される。物理的にもつとも近いログが各デ
ータ記憶動作時に更新される。ログは「現時」カ
ウンタを含み、該「現時」カウンタはその時点で
最新の、従つてその正確なログがシステムの初期
設定中、再配置され得るよう各更新時に増加され
る。

システムログはこれらの区画がこれ以上使用さ
れようと試みられる事のないようハードウエア的
な誤りを有する記憶部分の記録を維持する。更
に、これらの誤り区画の計数値が維持され、この
計数値が所定の値に達するときその事がテキスト
処理システムに知らされる。

データのうちの選択された内容をアクセスする
際、システムは選択された内容が終るセグメント
を共有するところの選択された内容の終りに続く
データを再配置する。このかちあいデータは要求
された内容の初期読出しの前に再配置され、要求
データを最終的には保持するであろうランダムア
クセスメモリバツフアを介して再配置が行なわれ
る。再配置されたデータは、(1)最初に要求され、
訂正されたデータが記憶装置へ戻るようにして記
憶された後、実際に要求されなければ、又は(2)要
求データをそれが元々引出されたセグメントに記
憶しようとして誤りが生じれば、又は(3)最初に要
求された内容に続く内容も選択されるならば、そ
れらのときはいずれもログされない。もしもデー
タが再配置され得なければ、要求された内容のア
クセス動作が尚も実行され、システムはこの特別
の条件に気付かされるであろう。このログされな
いセグメントはスクラツチパツドと呼ばれる。再
配置中読出され得ない任意のデータが特別の誤り
コードによつてスクラツチパツドの上に表わされ
る。従つて、再配置中、全ての内容開始指標が保
全される。

メモリが、要求された内容全部を保持しない場
合、部分的内容選択動作が使用される。これは記
憶装置からメモリへ、テキスト処理システムメモ
リ中の全整数区画に対応する数の内容の区画を転
送し、且つメモリが余分のテキストを受入れる余
地が生じたときテキスト処理システムメモリへ内
容の残りを取出し続ける動作である。内容の読出
しに続いて内容の記録を行なうという交互動作
で、しかも読出しと記録との間で他の訂正が起ら
ないという態様のセグメントの圧縮が行なわれ
る。これはこれらの未使用セグメントがシステム
リストから削除され得るように未使用セグメント
全体が構成されるよう未使用区画を移す。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によりアクセスされた、セグメ
ント化された逐次記憶装置を有するテキスト処理
システムの一部のブロツク図、第２図及び第３図
は記憶装置上の最近更新されたログが記憶装置へ
のアクセスを制御する際に使用できるよう選択さ
れるシステム初期設定動作を示す図、第４図乃至
第９図は内容のランダム選択動作を示す図、第１
０図は後続内容選択動作を示す図、第１１図は後
続内容選択動作と内容記録動作との両方の間で実
行されるスクラツチパツド連係動作を示す図、第
１２図は一部読出し内容選択動作を示す図、第１
１３図乃至第２０図は内容記録動作を示す図、第
２１図は内容記録動作の一部として使用される更
新動作を示す図、そして第２２図は内容記録動作
に於て使用される誤り更新動作を示す図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 逐次記憶領域を複数個のセグメントに大区分
   し、更に各セグメントを複数個の区画に細分した
   ものに複数個のテキストデータを記憶できる逐次
   記憶装置と、 テキストデータを記憶する複数個のセグメント
   の論理的順序を記憶するリスト、及び各セグメン
   ト中に一定の順序で配列された複数個の区画につ
   いて「末使用で使用可」及び「誤りで使用不可」
   の状況を記憶しているログを含み、上記リスト及
   び上記ログによつてテキストデータの量を区画単
   位で与えるデイレクトリと、 上記テキストデータを処理するテキスト処理シ
   ステムと、 該テキスト処理システムで処理される上記テキ
   ストデータを受け入れるための、上記逐次記憶装
   置よりも少数の記憶区画しか持たないテキスト処
   理システムメモリと、 上記メモリの使用可能な区画数と、上記逐次記
   憶装置中の転送しようとするテキストデータの、
   上記デイレクトリから得られる区画数とを比較す
   る手段と、 上記比較結果に応答し、上記転送しようとする
   テキストデータの区画数の方が多いときも上記メ
   モリで使用可能な区画数に相当する区画数のテキ
   ストデータを上記メモリに転送する手段であつ
   て、 上記転送の際デイレクトリを調べ、上記リスト
   に記憶されたセグメントの順序及び各セグメント
   の上記一定の順序に従つて上記テキストデータを
   区画単位で読出し転送するが、上記ログに「未使
   用で使用可」の状況か又は「誤りで使用不可」の
   状況を記憶された区画のテキストデータは上記メ
   モリに転送するのを禁止する上記転送手段と、 上記メモリに転送された区画のテキストデータ
   がテキスト処理システムで処理されることによつ
   て上記メモリ中に使用可能な区画が新たに生じる
   のに応答して、上記転送手段を働かせる手段と、 上記テキスト処理システムで処理されたテキス
   トデータを、上記デイレクトリを調べつつ、上記
   のセグメント順序及び上記一定の順序に従つて戻
   すよう記憶する手段であつて、 上記順序で上記ログを調べたとき「未使用で使
   用可」の状況が記憶されていた区画にも上記テキ
   ストデータを記憶する手段と を具備するテキスト処理装置。