JPS6148182B2 - - Google Patents

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【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、テキストデータを記憶する逐次記憶
媒体の各区画の利用状況を表わすログデータを効
果的に維持する方法に関する。

〔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。

〔従来技術の問題点〕

このシステムの欠点の１つはテキスト記憶動作
が行なわれる記憶ブロツクから、例えば、比較的
遠くに配置され得るような記憶ブロツク―ここに
ログが書込みされ又再書込みされる―をアクセス
する際、記憶動作後に必要なアクセス時間が非常
に長くなるという点である。電気機械的アクセス
素子の摩耗は上記システムでのアクセス機構によ
り必要な反復的な物理的に遠距離の、多数のアク
セス移動によつても増大される。

上記特許明細書は記憶装置の各テープ・ブロツ
ク使用状況が未使用状況にあるか否かを判断する
為インジケータビツトが設けられたテープ・ログ
領域を有するログを開示している。ブロツク中に
ハードウエア上の誤り（書込み又は読出しを妨げ
る、テープそれ自体の欠陥）が発見されたとして
もそのブロツクは利用可能とログされた。従つ
て、利用可能とログされたブロツクが正しいテキ
ストデータを記憶していたのか或いは誤りの故に
使用されるべきではなかつたのかの区別がなかつ
た。

従つて、改良された制御技術により、記憶装置
の記憶容量の利用増大を与えるとともに改良され
たログ技法によりデータの効果的な保全及びデー
タの早いアクセスを与えるところの、上記従来技
術の欠点を克服する、セグメント化された大容量
記憶装置を提供する事が望ましい。

〔発明の概要〕

本発明の目的は、逐次記憶媒体の先頭のブロツ
クに１個しかログデータが記憶されていなかつた
ために生じていた従来技術の欠点―ログデータを
アクセスする時間が長くなつていたこと及びアク
セス機構即ち変換器の摩耗が多かつた事―を克服
することにある。

本発明によればログデータは逐次記憶媒体の中
で複数個の互いに（テキストデータの区画やセグ
メントを介して）隔てられた区画に記憶される。
従つて逐次記憶媒体上の任意の箇所で変換器がテ
キストデータの読出し動作若しくは書込動作を
し、それに伴つてログデータを更新する必要があ
つたとしても、該逐次記憶媒体の先頭の唯一のロ
グデータ記憶位置まで逐一アクセスする必要がな
く、複数個あるログデータ記憶区画のうち該変換
器の近くのログデータ記憶区画を更新するだけで
よく、アクセス時間が短縮され、変換器の摩耗も
少なくて済む。またテキストデータの更新毎に１
単位ずつ増加する（現時）カウントを、該テキス
トデータに対応するログデータとともに記憶して
おくため、そのログデータが最新のものかという
こともこのカウントを調べることによつて分る。

本発明は、添付図面中、第１図、第２図、第１
３図以降（特に第１８図）およびこれらに関連し
た明細書の説明から容易に理解できるであろう
が、その実施例に示された動作を要約する。第２
図で説明する１つの方法で読出された最新のデレ
クトリ（このログ内容のみが現在記憶されている
テキストデータに対応する）に基づきテキストデ
ータの記憶状態を知りこれに修正、削除を加えて
更新テキストデータを作成すると共に、これに対
応するようにログ内容を更新しその際現時カウン
トを１だけ増加して最新のデレクトリにし、前記
更新テキストデータの記憶区画（読出し／書込み
用変換器の位置に対応する）に近い記憶媒体上の
１つのデレクトリ区画に前記最新デレクトリ内容
を記憶する。このような動作は、テキストデータ
を更新する毎に反復される。

〔実施例の概要〕

テキスト処理装置を支緩する為のテキスト内容
（いわゆるページであつてもよいしそれに代る任
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（名札）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。このシステムはその
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」（以下、ページを細分
した各部分を区画と呼ぶ）レベルへアクセスされ
てもよい。全てのセグメントま等しい一定の長さ
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よ
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）
を表わしてもよい。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、ｆ／
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
トの幾つかの企画に股がつていてもよい。データ
内容が幾つか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で
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
開始指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。

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
場合はログされない。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
憶された後に実際に要求されない場合、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た場合、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
る場合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、尚もその取出しは将来行
なわれることになり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
データは独特の誤りコードによつて「スクラツチ
パツド」の上に現わされる。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持
され得る。

〔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その中へ恒久的に
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。図示されていないが、各デレクトリ区
画には、前述のログデータ、即ち、システムリス
トおよびシステムログに加えて、(1)デイレクトリ
区画の位置を特定するログ番号および(2)各デレク
トリ区画に記憶されているログ内容が何回目の更
新または修正テキストデータに対応するものであ
るかを特定する現時カウントを共々記録してい
る。現在記憶されているテキストデータに対応す
るデイレクトリは前記現時カウントが最大値のも
のであり、また、このカウントが小さいデレクト
リは、更新前のテキストデータに対応するもので
あるからデレクトリ区画の誤り等の特別の場合を
除き有効なログ内容ではない。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）OK）」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で示すよ
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）がらな
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
にログし制御する装置へテキスト処理システムに
よつて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いう迄もない。しかし、
最近記憶させ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の各箇所を支
持するため、レジスタに記憶された２個の「ポイ
ンタ」（指針）」を維持する。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
に内容の開始を指適するとは限らない。SPのセ
グメントフイール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と呼ばれる記録ポインタは記憶装置９に記
録された或るセグメントの最後の区画を指適す
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）。両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（但し誤り不使用区画を除く）。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
されたデ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に示す様にかちあいが起り
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、選択ポインタの先にあつて且つそ
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いかなる内
容の区画をも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（区
画数で表わされるメモリの大きさ）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Ｂ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
は前述のとおりブロツク８０および８１で誤りを
検査され、必要であれば、誤りコードが入力され
る。

第９図のＤ１を参照し、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２
１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
点を支持する。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
ントに内容開始を支持していなければ、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か生じる
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セグメントにその
まま複写されるようにする。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
でこれらのデータ区画が不使用にリセツトされる
事を暗示する。それら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。

書込み誤りに任意した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
おいて、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、デイリクトリのシステム
ログ区画に問合せられ、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でデイリ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「スクラツチパツド」サブルーチンが
呼ばれる。

第１１図はスクラツチパツト動作を示す。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１３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のシス
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１１
９で、RPレジスタのセグメント区画がシステム
リスト中のそ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。というも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１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支持しているなら
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支持
し、記録ポインタは選択ポインタに先行する。記
録は記録ポインタのところで開始するが、実際に
は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
に進み、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「ノー」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１
１図で以前に説明した「スクラツチパツド」サブ
ルーチン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
トの終りを支持しているか否かを判断するよう検
査される。もしも支持しているならば、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支
持しなければ、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
１３３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、記録動作のその削除区画にとど
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上に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には末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に等しくなく記憶
装置９へランダムアクセスメモリ２１からのテキ
ストを記憶し直す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
よつて支持された、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１７
７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けない事を知らされ
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支持
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後続セグメントを支持しな
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内のスペースに量が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１６８
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Ｃ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〕

本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ため
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区画の記録を維持する。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、システムには
この特別の条件が知らされるであろう。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図は本発明によるアクセスされた、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
３図乃至第２０図は内容記録動作を示す図、第２
１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 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、これらの区画の
   うち、大多数の区画に対し、テキスト処理用のデ
   ータを記憶するように割当てると共に、離隔して
   位置している少なくとも２個の特定の各区画のう
   ちいずれか１個の区画に対し、全セグメント及び
   データ区画の内容を表わすログデータを記憶する
   ように割当てられている逐次式記憶媒体と、 テキストデータを更新して上記データ区画に記
   憶する際に、上記２個のログデータ区画のうち、
   更新テキストデータの記憶区画に近接した一個の
   ログデータ区画にのみ最新のログデータを記憶す
   る装置とを備え、 上記ログデータ区画は、更新回数を表わすデー
   タを記憶しうるように構成されている事を特徴と
   するテキスト処理装置におけるテキストデータ更
   新時のログデータの記録装置。