JPH07191899A - ファイル転送方法、データアクセス方法およびデータ書き込み方法 - Google Patents

ファイル転送方法、データアクセス方法およびデータ書き込み方法

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JPH07191899A
JPH07191899A JP5330513A JP33051393A JPH07191899A JP H07191899 A JPH07191899 A JP H07191899A JP 5330513 A JP5330513 A JP 5330513A JP 33051393 A JP33051393 A JP 33051393A JP H07191899 A JPH07191899 A JP H07191899A
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Toshiaki Mori
利明 森
Toyohiko Kagimasa
豊彦 鍵政
Kikuo Takahashi
喜久雄 高橋
Toshiyuki Ukai
敏之 鵜飼
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Hitachi Ltd
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 複数の計算機システムの順次アクセス型補助
記憶装置間で、ブロック構成のファイルを高速に転送す
る。 【構成】 ファイル送信プログラム１００は、転送すべ
きファイルを構成する一群のブロックデータの格納位置
をＯＳ３００−１に問い合わせ、これらのブロックデー
タの読み出し時間が短くなるように、読み出すべき順番
を決定し、この順番にしたがって、ＯＳに読み出し要求
を出力力する。これらのブロックデータは、それぞれの
論理的識別情報、例えば、論理ブロック番号とともに受
信側に送られる。受信側では、これらのブロックデータ
を格納するのに必要な数のデータ領域を確保し、それら
に対するアクセス時間が少なくなるようにアクセス順を
決定し、転送されたブロックデータを順次書き込む。そ
の後、各データ領域に現に書き込まれたブロックデータ
の論理的識別子と、そのデータ領域の物理的識別情報と
の対を記憶する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、計算機システム間でフ
ァイルを転送する方法に係り、特に複数のブロックデー
タから構成されるファイルの転送方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】計算機システムの補助記憶装置として、
通常、ディスク装置等の順次アクセス型の記憶装置が使
用される。このような装置では、データの読み出しある
いは書き込み時のアクセス時間が大きい。すなわち、デ
ィスク装置の読取ヘッドのシーク待ちの時間（ディスク
の半径方向への移動待ちの時間）あるいはディスク媒体
の回転待ちの時間が生じる。これを実効的に減らす方法
として、複数のデータに対する読み出し要求の発行順序
を、上記シーク時間あるいは回転待ち時間を考慮して並
び変え、これらの複数の要求で指定されるデータの読み
出し時間を減らすことがいろいろ提案されている。
【０００３】例えば、特開平４−３６２５８５では、上
位装置から要求されたファイルを構成する複数のデータ
の、ディスク装置からメモリへの読み出しの高速化を提
案している。すなわち、それぞれのディスク内記憶位置
と、読取ヘッドの位置とから、ヘッド移動時間が少なく
なるようにこれらのデータの読み出し順序を変え、その
変更後の順序に従って、これらのデータを読み出し、上
位メモリがアクセス可能なメモリに、それらのデータが
ディスクに書き込まれた順に並べて書き込む。
【０００４】また、特開平３−１２２７１２号では、フ
ァイルデータのバックアップの高速化を提案している。
すなわち、読取ヘッドの移動時間を考慮して、バックア
ップすべきファイルを構成する複数のブロックデータの
読み出し順序を変え、それでもって、これらのブロック
データの読み出し時間を減らすことが提案されている。
【０００５】また、複数のユーザプログラムから平行し
てアクセス可能なディスク装置に対するデータの読み出
しの高速化のために、これらのユーザプログラムから発
行された複数の読み出し要求で指定されるデータの記憶
位置に応じて、これらのデータの読み出し順序を並び変
えるディスクソートと呼ばれる方法が現実の計算機シス
テムでも採用されている。
【０００６】この方法は、たとえば、株式会社丸善社刊
の「ＵＮＩＸ４．３ＢＳＤの設計と実装」第２５５項〜
第２５６項（１９９１年発行）、とＡｄｄｉｓｏｎ−Ｗ
ｅｓｌｅｙ Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ Ｃｏｍｐａｎｙ，
Ｉｎｃの「Ｔｈｅ Ｄｅｓｉｇｎ ａｎｄ Ｉｍｐｌｅ
ｍｅｎｔａｔｉｏｎ ｏｆ ｔｈｅ ４．３ＢＳＤＵＮ
ＩＸ Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍ」（１９８８
年）第２４４項〜第２４５項に記載されている。
【０００７】この従来技術では、各ユーザプログラム
は、読み出すべきファイルを構成する複数のブロックデ
ータを読み出すために複数の入出力要求を順次発行す
る。複数のユーザプログラムから平行して発行された複
数の入出力要求は、キューイングされ、そのキューイン
グされた入出力要求が、ディスク上のこれらの入出力要
求が指定するブロックデータの配置順序に並び替えられ
る。これにより、これらのユーザプログラムが要求した
複数のブロックデータの読み出しを高速化する。ブロッ
クデータの書き込みを要求する入出力要求の場合も、同
様に処理される。
【０００８】このような計算機システムでは、一般にオ
ペレーティングシステムは、一つのユーザプログラムが
入出力装置を占有しないように、各ユーザプログラムか
ら続けて発行できる入出力要求を１つまたは２つに制限
している。そのために、一つのユーザプログラムが入出
力装置からファイルデータの読み出しを行なう場合、同
時には１つまたは２つの入出力要求しか出力できないよ
うになっている。
【０００９】このようなＯＳで制御された計算機システ
ム間でネットワークを介してファイルを転送する場合、
例えば、株式会社アスキー社刊の「ＵＮＩＸワークステ
ーション Ｉ＜基礎技術編＞」、”５章ネットワークに
おけるプロトコルとデータの表現形式”、第１６０頁〜
第１７１頁（１９８７年）に記載されている方法が通常
使用される。
【００１０】この方法では、送信側の計算機システム
が、送信すべきファイルを構成する複数のブロックデー
タが、それらのブロックデータのそのファイルの先頭か
らのオフセットの順にディスク装置から読み出し、それ
ぞれのブロックデータを逐次受信側の計算機システムに
転送する。
【００１１】すなわち、ファイル送信側の計算機システ
ムで動作するファイル送信プログラムが転送すべきファ
イルの複数のブロックデータの読み出し要求をディスク
装置に順次発行し、そのブロックデータを、そのプログ
ラム内の通信バッファ領域に読み込んむ。その後、その
ブロックデータをファイル受信側の計算機システムで動
作するファイル受信プログラムへ送信し、そのファイル
受信プログラムにてより、そのプログラム内の通信バッ
ファ領域に送信されたブロックデータを書き込み、その
後、そのブロックデータを受信側の計算機のディスク装
置に書き出す。以上の転送動作を複数のブロックデータ
に対して逐次行なう。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】このように、従来技術
では、計算機システム間でファイルを転送する場合、そ
のファイルを構成する個々のブロックデータの読み出し
あるいは書き込みは、主記憶装置へのそのブロックデー
タの読み出しあるいは主記憶からのそのブロックデータ
のディスク装置への書き込みと同様になされている。
【００１３】補助記憶装置から主記憶へのブロックデー
タの読み出しあるいは主記憶から補助記憶装置へのブロ
ックデータの書き込みは、一般には、ファイル内の複数
のブロックデータの一部のブロックデータに対して行な
われる場合が多い。しかし、計算機システム間のファイ
ル転送においては、ファイル全体が転送され、従って、
転送されるデータ量が大きく。さらに、計算機システム
間でのファイルの転送に宛ては、送信側でのファイルの
読み出しと受信側でのファイルの書き込みとの二つの動
作を伴う。従って、ファイル転送動作には、主記憶装置
と補助記憶装置との間のファイル内の一部のブロックデ
ータの転送より時間が掛かる。
【００１４】さらに、特開平４−３６２５８５の方法
は、一つのユーザプログラムが要求するファイル内デー
タブロックを補助記憶装置から主記憶へ読み出すの適用
できるが、上記ＯＳが適用されている計算機システムに
この方法を適用した場合、そのファイルデータの読み出
しの間、補助記憶装置が長い時間占有されることにな
り、他のユーザプログラムから並行して入出力要求を出
すことを許すシステムに適用する場合には、他のユーザ
プログラムからの入出力要求の処理が待たされることに
なる。
【００１５】同様に、特開平３−１２２７１２号は、一
つのファイルのバックアップの高速化には有効である
が、そのファイルのバックアップの間、補助記憶装置が
占有されると言う問題がある。
【００１６】したがって、本願発明の第１の目的は、異
なる計算機システムの補助記憶装置間でのファイルの転
送を高速に行なえるファイル転送方法を提供することで
ある。
【００１７】本願発明の第２の目的は、複数のプログラ
ムから出力される入出力要求を並行して処理する計算機
システムにおいて、特定のユーザプログラムに補助記憶
装置を占有させることなく、ファイルのデータを高速に
アクセス可能にするデータアクセス方法を提供すること
になる。
【００１８】
【課題を解決するための手段】上記第１の目的達成のた
めに、本願第１の発明によるファイル転送方法では、転
送すべきファイルを構成する論理的に順序づけられた一
群のブロックデータを保持する、該第１の補助記憶装置
内の一群のデータ領域を検出し、それらのブロックデー
タの読み出しに要する時間を少なくするように、該検出
された一群のデータ領域の物理的位置関係に基づいて、
該一群のブロックデータの読み出し順序を決定し、該第
１の補助記憶装置から該複数のブロックデータを、該決
定された読み出し順序に従って順次読み出し、該読み出
された複数のブロックデータを、それぞれのブロックデ
ータの論理的識別情報とともに、かつ、それぞれのブロ
ックデータの読み出し順に、第１の計算機システムより
該第２の計算機システムに順次転送し、該第２の該補助
記憶装置内の複数のデータ領域の内、該一群のブロック
データを保持するに必要な複数の空きデータ領域を選択
し、該選択された複数の空きデータ領域へ該一群のブロ
ックデータを書き込むのに要する時間を短くするよう
に、該選択された複数の空きデータ領域の物理的位置関
係に基づいて、該複数の空きデータ領域へのアクセス順
を決定し、該第１の計算機システムから転送された該複
数のブロックデータをそれらの転送順に、かつ、該決定
されたアクセス順に従って該選択された複数の空きデー
タ領域に順次書き込む。
【００１９】より具体的な本願第２の発明によるファイ
ル転送方法では、転送すべきファイルを構成する論理的
に順序づけられた一群のブロックデータを保持する、該
第１の補助記憶装置内の一群のデータ領域を、該第１の
計算機システムで走行中の第１のファイル転送プログラ
ムにより検出し、それらのブロックデータの読み出しに
要する時間を少なくするように、該検出された一群のデ
ータ領域の物理的位置関係に基づいて、該一群のブロッ
クデータの読み出し順序を、該第１のファイル転送プロ
グラムにより決定し、該第１の補助記憶装置から該一群
のブロックデータが該決定された読み出し順に従って読
み出されるように、該一群のブロックデータの一つとそ
のブロックデータの論理的識別情報とを指定する複数の
読み出し要求を該第１のファイル転送プログラムから順
次発行し、該第１の補助記憶装置へのブロックデータの
書き込みおよび読み出しを制御する、第１の計算機シス
テムで走行中の第１のＯＳの制御下で、該順次発行され
た複数の読み出し要求を順次実行し、該複数の読み出し
要求の実行の結果読み出された該一群のブロックデータ
を、それぞれのブロックデータの論理的識別情報ととも
に、かつ、それぞれのブロックデータの読み出し順に、
該第１の計算機システムより該第２の計算機システムに
順次転送し、該転送された一群のブロックデータを該第
２の補助記憶装置の一群の空きデータ領域に順次書き込
み、該一群のデータ領域の各々に対応して、その領域に
書き込まれたブロックデータとともに転送された論理的
識別情報を記憶する。
【００２０】さらに、上記第３の目的を達成するため
に、本願第３の発明によるデータアクセス方法は、計算
機システムに含まれた順次アクセス型の補助記憶装置に
保持されたそれぞれ異なるファイルに属する複数のブロ
ックデータを、該計算機システムで走行中の複数のアプ
リケーションプログラムから並行してアクセスするデー
タアクセス方法であって、その方法は、該複数のアプリ
ケーションプログラムから、それぞれ該補助記憶装置に
保持されたいずれかのアクセスすべき一つのブロックデ
ータの論理的識別情報を指定する複数のデータアクセス
要求を並行して発行し、各アプリケーションプログラム
から発行され、まだ実行されていない少なくとも一つの
アクセス要求を、そのアプリケーションプログラムに対
応して保持し、該複数のアプリケーションプログラムに
対応して保持された複数のデータアクセス要求の内、実
行すべき複数のデータアクセス要求を選択し、該選択さ
れた複数のデータアクセス要求が指定する複数の論理的
識別情報に基づいて、該補助記憶装置内の複数のデータ
保持領域のうち、該複数の論理的識別情報が割り当てら
れた複数のブロックデータを保持する複数のデータ領域
を検出し、該検出された複数のデータ領域へのアクセス
に要する時間が少なくなるように、該検出された複数の
データ領域の位置と、該補助記憶装置の現在の読取ヘッ
ドの位置に基づいて、該検出された複数のデータ領域を
アクセスする順を決定し、該決定されたアクセス順に従
って、該検出された複数のデータ領域がアクセスされる
ように、該選択された複数のデータアクセス要求を順次
実行し、上記選択、検出、決定、実行を繰返すステップ
を有し、該複数のアプリケーションプログラムの少なく
とも一つは、そのプアプリケーションログラムにより、
該補助記憶装置に保持されたいずれか一つのファイルに
属する、一群のブロックデータをアクセスするときに、
該一群のブロックデータを保持する、該補助記憶装置内
の一群のデータ領域を判別し、該一群のデータをアクセ
スする時間が短くなるように、該一群のデータ領域の位
置に基づいて、該一群のデータ領域をアクセスする順番
を判別し、該判別された順番に従って、該一群のデータ
領域をアクセスするように、該一群のデータ領域の一つ
をそれぞれアクセスする一群のデータアクセス命令を順
次発行するステップを有する。
【００２１】
【作用】本願第１の発明によれば、ファイル送信側の計
算機システムにおいて一群のブロックデータをそのシス
テム内の補助記憶装置から読み出すとき時に、それらの
ブロックデータがより短時間で読み出すことが出来るよ
うに、それらの読み出し順を決定するので、それらのブ
ロックデータの読み出しを高速化できる。
【００２２】さらに、ファイル受信側の計算機システム
において、転送された一群のブロックデータを、より短
時間でそれらのデータをそのシステム内の補助記憶装置
に書き込むように順序づけられた複数の空きデータ領域
に順次それらのブロックデータを書き込むので、これら
のブロックデータの書き込みは高速に行なえる。このよ
うな書き込みは、それらのブロックデータの論理的な順
番とは異なる順に行なわれるが、各ブロックデータの論
理的識別情報が各データ領域に対応して記憶されるの
で、このように書き込まれた後に、従来通り、これらの
ブロックデータの論理的識別情報を指定して、これらの
ブロックデータを読み出すことが出来る。
【００２３】本願のより具体的な第２の発明によれば、
ファイル送信側の計算機システムで走行するファイル転
送プログラムが要求した一群のブロックデータをそのシ
ステム内の補助記憶装置から他の計算機システムの補助
記憶装置に、それぞれの計算機システム内のＯＳの制御
を受けながら転送する際に、上記第１の発明と同様に、
この転送を高速化できる。
【００２４】本願第３の発明によれば、平行して走行す
る複数のアプリケーションプログラムが平行して複数の
ブロックデータの読み出しを要求するときに、いずれか
のアプリケーションのために補助記憶装置を占有しない
ようにしながら、ファイルに含まれる多数のブロックデ
ータの読み出しを高速化できる。
【００２５】
【実施例】
（装置の概略）図１は、本発明によるファイル転送方法
を実施する装置およびそこで使用されるプログラムを示
したものである。
【００２６】ファイル送信側の計算機システム（以下で
は簡単化のために、ファイル送信システムと呼ぶ）１０
とファイル受信側の計算機システム（以下では簡単化の
ために、ファイル送信システムと呼ぶ）２０は、それぞ
れホスト計算機（以下、簡単化のためにホストと呼ぶ）
３０−１と補助記憶装置５０，ホスト３０−２と，補助
記憶装置６０からなる。また、ホスト３０−１とホスト
３０−２は、ネットワーク４０により接続される。各ホ
スト３０−１，３０−２は、プログラムやデータを格納
する主記憶装置、プログラムを実行する命令プロセッサ
およぶ入出力を制御する入出力プロセッサを保有してい
るが、これらは簡単化のために図示されていない。
【００２７】補助記憶装置５０には、ファイル転送され
るべき送信ファイル５１を含めて複数のファイルがあ
る。送信ファイル５１は、他のファイルと同様に、複数
の固定長のブロックデータからなる。プログラムから
は、各ファイルはこれらのデータブロックを論理的な順
序で並べられたものとして見える。すなわち、各ブロッ
クデータは、その論理的な順番で決まる論理的なブロッ
ク番号、あるいは、そのファイルの論理的な先頭位置か
らその論理的なブロックまでのオフセット値によりプロ
グラムにより指定可能である。論理的ブロック番号で決
まるブロックの順番および各ブロックのオフセットで決
まる順番を、以下では、論理ブロック順序またはファイ
ルオフセット順と呼ぶことがある。本実施例では、とく
に断らないかぎり論理ブロック順序とファイルオフセッ
ト順は同じ意味である。
【００２８】各ブロックデータは、補助記憶装置５０内
の複数の固定長のデータ領域の一つに格納される。すな
わち、補助記憶装置を構成するディスク装置は複数のデ
ィスクからなり、各ディスクは、複数のトラックからな
る。各トラックは複数の固定長のデータ領域からなる。
これらのデータ領域は、それぞれの位置に従って付けら
れた一定の番号で識別可能である。これらのデータ領域
を物理ブロックと呼び、その番号を物理ブロック番号と
呼ぶことがある。また、これらのデータ領域に格納され
たデータを、論理的なデータブロックと区別するため
に、以下では物理的データブロックと呼ぶことがある。
【００２９】これらのデータ領域の番号（物理ブロック
番号）は、その番号の順にアクセスすると、最もアクセ
ス時間が小さくなるように定められている。
【００３０】同一のファイルに属する複数のブロックデ
ータは、それぞれそれらの論理的な順とは無関係に選択
される複数の空きのデータ領域に格納される。図１で
は、論理的に連続する３つのブロックデータ＃１、２、
３がそれぞれ物理的なブロック５２−１，５２−２，５
２−３に格納されている模様を示す。これらの物理ブロ
ックの番号が＃３、＃１、＃２であることを例示してい
る。
【００３１】ファイル受信システム内の補助記憶装置６
０内のファイルも全く同様である。ここでは転送された
ファイルのデータが受信ファイル６１として格納され、
受信ファイル６１には、転送されたファイルのブロック
データ＃１、＃２、＃３が、物理ブロック６２−１，６
２−２，６２−３として格納され、それぞれの物理ブロ
ックの番号が＃３，＃１，＃２であることを示してい
る。
【００３２】（ソフトウェアの概要）各ホスト３０−
１，３０−２では、それぞれオペレーティング・システ
ム（以下、ＯＳと略す）３００−１，３００−２が動作
し、それに加え、複数のユーザアプリケーションプログ
ラムとファイル転送プログラムが走行する。
【００３３】例えば、ファイル送信システム１０上では
ファイル送信プログラム１００と第１ユーザアプリケー
ションプログラム９００、第２ユーザアプリケーション
プログラム９１０が走行する。前者は、ＯＳ３００から
見ると、アプリケーションプログラムであるが、他のユ
ーザアプリケーションプログラムにより起動されるプロ
グラムであるので、本実施例では、このプログラムを他
と区別して呼ぶ。しかし、本実施例は、このような、特
定のプログラムの使用は必須でなく、ここで言うユーザ
アプリケーションプログラムのいずれかが直接ＯＳにフ
ァイル転送要求を出すように構成されていてもよい。そ
の場合には、そのユーザアプリケーションプログラム
に、この実施例のファイル送信プログラム１００と同じ
機能を有すればよい。このことは、次に述べる、ファイ
ル受信システム２０内のファイル受信プログラム２００
についても同じである。
【００３４】同様に、ファイル受信システム２０上では
ファイル受信プログラム２００と第３ユーザアプリケー
ションプログラム９２０および第４ユーザアプリケーシ
ョンプログラム９３０が動作する。ファイル送信システ
ム１０上ではファイル受信プログラム２００と同じプロ
グラムも有し、これとファイル送信プログラム１００と
で、そのシステム用のファイル転送プログラムを構成す
るが、本実施例では、ファイル送信システム内のファイ
ル受信プログラムは、簡単化のために図示していない。
同様に、ファイル受信システム２０にもファイル送信プ
ログラム１００があるが、これも簡単化のために図示し
ていない。
【００３５】ファイル送信プログラム１００は、走行中
のユーザアプリケーションプログラム９００からのファ
イル送信要求に応答して、その要求で指定されたファイ
ル内のブロックデータの読み出しをＯＳに要求し、補助
記憶装置５０からそのブロックデータが読み出されたと
きに、再度ＯＳにそのデータブロックの、その要求で指
定された他の計算機システムに転送することを要求す
る。他のユーザアプリケーションプログラム９１０もフ
ァイルの送信を要求するプログラムである場合、そのユ
ーザアプリケーションプログラムに対して、同じような
ファイル転送プログラムを使用する。
【００３６】本実施例では、このファイル転送プログラ
ムが、転送ファイルの複数のブロックデータの読み出し
をＯＳに要求するときに、それらのブロックデータの補
助記憶内記憶位置をＯＳに問い合わせ、その問い合わせ
に対するＯＳの回答に基づいて、それらのブロックデー
タの読み出し時間を短縮できるように、それらのブロッ
クデータの読み出し順序を決定し、決定された順番で、
それらのブロックデータの読み出し要求をＯＳに出力す
るように構成されている点に特徴がある。
【００３７】ファイル受信プログラム２００は、他の計
算機システムからファイルを構成する複数のデータブロ
ックが転送されたときに、ＯＳ３００−２によりそれら
のデータブロックの受信を要求し、それらのデータブロ
ックが受信されたときに、ＯＳ３００−２に、それらの
データブロックの、補助記憶装置６０への書き込みを要
求する。
【００３８】本実施例では、このプログラムは、転送さ
れた複数のブロックデータの補助記憶装置６０への書き
込み時間を短縮するために、転送された複数のブロック
データの書き込みのために一群のデータ領域をまとめて
確保することをＯＳに要求し、これらの一群のデータ領
域へのアクセス時間を少なくするように、これらの一群
のデータ領域へのアクセス順を決定し、その決定された
アクセス順に従って、転送された複数のブロックデータ
を書き込むところに特徴がある。
【００３９】ＯＳ３００−１，ＯＳ３００−２は、同じ
処理機能を有しており、図では本実施例の説明に必要な
ファイル管理部３２０−１、３２０−２、通信管理部３
１０−１、３１０−２、デバイス管理部３６０−１、３
６０−２のみを図示している。
【００４０】以下では、ファイル送信システム１０、フ
ァイル受信システム２０の中の同じプログラム部分（例
えば、ファイル管理部３２０−１，３２０−２）あるい
は装置を説明するときには、そのプログラムの総称符号
（例えばファイル管理部３２０）を用いて説明する。
【００４１】ＯＳ３００は、ユーザアプリケーション９
００〜９３０、ファイル送信プログラム１００およびフ
ァイル受信プログラム２００を同時並行で実行できるマ
ルチプログラム実行機能を有している。
【００４２】ファイル管理部３２０は、ファイル送信プ
ログラム１００あるいはファイル受信プログラム２０
０、ユーザアプリケーションプログラム９００、９１
０、あるいは９２０、９３０等の上位プログラムから発
行された読み書き要求の内、実行すべき要求を選択し、
デバイス制御部にその選択された要求の実効を指示す
る。
【００４３】デバイス制御部３６０は、ファイル管理部
３２０により選択された読み出し書き込み要求に従い補
助記憶装置５０，６０に対するデータの読み書きを実行
する。
【００４４】通信管理部３１０は、ファイル送信プログ
ラム１００からファイル転送要求が入力されたときに、
ネットワーク４０を介してデータ転送を実行する。
【００４５】（ＯＳの詳細）ファイル管理部３２０の具
体的処理は、複数の上位プログラムからのファイル読み
書き要求と要求ファイルの制御情報と読み書き要求の大
きさを受け取り、各上位プログラム毎に要求ファイルか
らファイルオフセット順に最大２までのブロックデータ
＃３の読み書き要求を作成し、デバイス制御部３６０に
そのブロックデータ＃３の読み書き要求を伝え、その応
答を待ち再び、そのブロックデータ読み書き要求を繰り
返すことにより上位プログラムが要求する大きさのデー
タを物理ブロックから読み書きした後、上位プログラム
に処理の終了を告げる処理を行なう。
【００４６】ファイル管理部３２０は、従来技術におい
て述べたように１つのプログラムが入出力装置を占有し
ないようにするに物理ブロックデータ＃３の読み書き要
求を最大２つまでに制限している。本実施例では、ファ
イル送信プログラム１００およびファイル受信プログラ
ム２００のファイル読み出し要求ならびにファイル書き
込み要求は、物理ブロックデータが連続しない限り１つ
である。そのため、本実施例では、１つのプログラムが
入出力装置を占有することはない。
【００４７】より具体的には、図２に示すように、ファ
イル管理部３２０には、ファイル５１，６１上のブロッ
クデータ５２−１〜５２−３，６２−１〜６２−３をフ
ァイルオフセット順に通信データ格納領域に読み込む要
求をデバイス管理部３６０に伝えるファイル読み出し処
理３２１，通信データ格納領域のデータをファイル５
１，６１上のブロックデータ５２−１〜６２−３にファ
イルオフセット順に書き出す要求をデバイス管理部３６
０に伝えるファイル書き込み処理３２２を有する。
【００４８】さらに、読み書きするファイル５１，６１
のファイルオフセットを変更するファイル位置調整処理
３２３，ブロックデータの補助記憶装置５０上の物理ブ
ロックの位置やそのブロックデータ５２−１〜６２−３
のファイルオフセットを管理するファイル変位管理表５
３，６３，ファイル５１，６１を構成するブロックデー
タ５２−１〜６２−３の物理的な配置を取り出すファイ
ル変位返送処理３４０，ファイル変位管理表５３，６３
のファイルオフセットを指定したファイルオフセット列
に並び替えるファイル変位変更処理３５０，ファイル５
３，６３に物理ブロックを割り当てるファイル割り当て
処理３２４，およびホスト内でブロックデータ５２，６
２を一時的に保持するバッファキャッシュ３３０があ
る。
【００４９】また、ファイル読み出し処理３２１におい
て、複数ブロックデータ５２−１〜５２−３に渡るファ
イル５１の読み出し要求であっても、１つのプログラム
からのファイル読み出し要求に対しては、デバイス管理
部３６０に対し、１回当たりファイルオフセット順に最
大２つの物理ブロックデータ入出力要求を発行し、その
デバイス管理部３６０からの応答を待って次の物理ブロ
ックデータ入出力要求を発行する。同様に、ファイル書
き込み処理３２２においても、１つのプログラムからの
複数ブロックデータ６２−１〜６２−３に渡るファイル
６１の書き込み要求においてもデバイス管理部３６０に
対し１回当たり最大２つの物理ブロックデータ入出力要
求を複数回の発行することになる。この物理ブロックデ
ータの入出力方法は、従来技術において述べたように１
つのプログラムが入出力装置を占有しないようにするた
めである。本実施例では、ファイル送信プログラム１０
０およびファイル受信プログラム２００のファイル読み
出し要求ならびにファイル書き込み要求は、物理ブロッ
クが連続しない限り１つである。本実施例では、１つの
プログラムが入出力装置を占有することはない。
【００５０】デバイス制御部３６０は、上位ファイル管
理部３２０から発行された物理ブロックデータ＃１〜＃
３の読み書き要求に従い補助記憶装置５０，６０とブロ
ックデータを転送する物理ブロック入出力処理を行な
う。デバイス制御部３６０では、上位ファイル管理部３
２０から発行された複数の物理ブロックデータの入出力
要求をキューイングし物理ブロック順に並び替えてキュ
ーの先頭から逐次的に補助記憶装置５０，６０に入出力
処理する機能を有している。ファイル管理部３２０で
は、１つのプログラムからの物理ブロックデータの読み
書き要求が最大２である。並行動作する複数のプログラ
ムが同時ファイル入出力要求する場合には、最大（２×
並行実行プログラム数）の物理ブロックデータ入出力要
求をキューイングすることになる。しかし、１つのファ
イル送信プログラム１００およびファイル受信プログラ
ム２００では、通常ファイル読み書きを１つの物理ブロ
ックデータ単位に行なうのでデバイス制御部３６０に
は、１つの物理ブロックデータ読み書き要求がキューイ
ングされる。
【００５１】デバイス制御部３６０には、上位ファイル
管理部３２０から発行された物理ブロックデータ＃１〜
＃３の読み出し要求に従い補助記憶装置５０，６０とブ
ロックデータを転送する物理ブロック入力処理３６１と
書き込み要求を処理する物理ブロック出力処理３６２が
ある。物理ブロック入力処理３６１，物理ブロック出力
処理３６２では、上位ファイル管理部３２０から発行さ
れた複数の物理ブロックデータの入出力要求をキューイ
ングし物理ブロック順に並び替えてキューの先頭から逐
次的に補助記憶装置５０，６０に入出力処理する機能を
有している。また、１つの物理ブロックデータの入出力
処理が終了する度に、上位ファイル管理部３２０に応答
を報告する。ファイル管理部３２０では、１つのプログ
ラムに対し最大２の物理ブロックデータの読み書き要求
を発行し終了を待っている。そのため、並行動作する複
数のプログラムが同時ファイル入出力要求する場合に
は、最大（２×並行実行プログラム数）の物理ブロック
データ入出力要求をキューイングすることになる。
【００５２】通信管理部３１０には、ファイル送信プロ
グラム１００が通信データ格納領域４００−１に生成し
たデータをファイル受信システム２０に送信する送信処
理３１１とファイル送信システム１０の送信処理３１１
にて送信した通信データを受信し、その通信データをフ
ァイル受信プログラム２００の通信データ格納領域４０
０−２に格納する受信処理３１２がある。
【００５３】（処理の詳細）図３（ａ）は、ファイル送
信プログラム１００の制御の流れを示している。
【００５４】このプログラムは、本実施例では、ユーザ
アプリケーションプログラム９００により起動されるも
ので、送信データ読み出し処理１３０，送信要求処理１
４０および通信データ格納領域４００−１以外に、ファ
イル読み出し順序決定処理１１０を有する。
【００５５】ファイル読み出し順序決定処理（１１０）
は、読み込むブロックデータ５２−１〜５２−３の読み
込む順序を決定し、読み出しブロック検索処理（１２
０）を呼ぶ。ファイル読み出し順序決定処理（１１０）
については、図４を用いて詳細に説明する。
【００５６】読み出しブロック検索処理（１２０）は、
送信ファイル５１を構成するブロックデータ５２−１〜
５２−３を読み終えたか否かを調べ、ブロックデータ５
２−１〜５２−３を読み終えいれば、ファイル送信プロ
グラム１００を終了し、そうでなければ、送信データ読
み出し要求処理（１３０）を呼ぶ。送信データ読み出し
要求処理（１３０）は、ファイル読み出し順序決定処理
（１１０）にて決定した読み出し順序に従いファイル位
置調整処理３２３−１を呼び出し読み出しブロックデー
タ５２−１〜５２−３を調整しながらファイル読み出し
処理３２１を用いて補助記憶装置５０上のブロックデー
タ５２−１〜５２−３を通信データ格納領域４００−１
内の通信ブロックデータ群４２０−１に読み出しそのブ
ロックデータに対する通信ヘッダ４１０−１を生成し、
送信要求処理（１４０）を呼ぶ。送信データ読み出し要
求処理（１３０）については、図５を用いて詳細に説明
する。送信要求処理（１４０）は、送信データ読み出し
要求処理（１３０）にて生成した通信データ格納領域４
００−１の通信ヘッダ４１０−１と通信ブロックデータ
群４２０−１をファイル受信システム２０に送信するこ
とを通信データ送信処理３１１に依頼し、次の読み出し
ブロックを処理するために読み出しブロック検索処理
（１２０）に戻る。
【００５７】図３（ｂ）は、ファイル受信プログラム２
００の制御の流れを示している。ファイル受信プログラ
ム２００は、受信ブロック検索処理（２１０）、受信要
求処理（２２０）、受信データ書き込み要求処理（２３
０）、ファイル変位変更要求処理（２５０）からなる。
【００５８】受信ブロック検索処理（２１０）は、送信
ファイル５１のすべてのブロックデータ５２−１〜５２
−３が受信できたか否かを調べ、すべてのブロックデー
タ５２が受信できていない場合は、受信要求処理（２２
０）を呼び、すべてのブロックデータ５２の受信が終了
した場合は、ファイル変位変更要求処理（２５０）を呼
ぶ。
【００５９】受信要求処理（２２０）は、ファイル送信
システム１０から送信された通信ヘッダ４１０−１と通
信ブロックデータ群４２０−１を受信し通信データ格納
領域４００−２に格納することを通信データ受信処理３
１２に要求し、受信データ書き込み要求処理（２３０）
を呼ぶ。受信データ書き込み要求処理（２３０）は、通
信データ格納領域４００−２の通信ブロックデータ群４
２０−２をファイル位置調整処理３２３−２を呼び出し
書き込みブロックデータ６２−１〜６２−３を調整しな
がらファイル書き込み処理３２２を用いて物理ブロック
番号順に受信ファイル６１を構成するブロックデータ６
２−１〜６２−３へ書き込み、次の受信データを処理す
るために受信ブロック検索処理（２１０）に戻る。
【００６０】受信データ書き込み要求処理（２３０）に
ついては、図６を用いて詳細に説明する。ファイル変位
変更要求処理（２５０）は、補助記憶装置６０の受信フ
ァイル６１のブロックデータ６２−１〜６２−３を送信
元のファイルオフセット順に従って並べ替えるためブロ
ック順序変更処理３６０を呼び出し、受信ファイル６１
のファイル変位管理表６３の物理ブロックデータ指示部
を変更し、ファイル受信プログラム２００の処理を終了
する。上記の受信データ書き込み要求処理（２３０）に
おいては、ファイル送信プログラム１００のファイル読
み出し順序決定処理１１０と同様にブロックデータ６２
−１〜６２−３の物理的配置から書き出すブロックデー
タ６２−１〜６２−３の順序を決定する。具体的には、
受信ファイル６１を構成する物理ブロック番号＃１，＃
２，＃３の順に書き出される。
【００６１】本実施例では、ファイル送信プログラム１
００の読み込むブロックデータの順序を決定するファイ
ル読み出し順序決定処理（１１０）において、送信ファ
イル５１を構成する全ブロックデータ５２−１〜５２−
３の物理的配置から読み込むブロックデータの順序を決
定する所に特徴がある。
【００６２】また、ファイル受信プログラム２００の受
信データ書き込み要求処理（２３０）において、通信ブ
ロックデータ群４２０−２をブロックデータ６２−１〜
６２−３の物理ブロック番号順に書き込み、受信ファイ
ル６１の全ブロックデータ６２−１〜６２−３を補助記
憶装置６０に書き込みた後に、受信ファイル６１のファ
イル変位管理表６３の物理ブロックデータ指示部を送信
ファイル５１のブロックデータのファイルオフセット順
に並べ替える所に特徴がある。
【００６３】次に、本発明の通信情報の一実施例を詳細
に説明する。
【００６４】図１２は、通信情報である通信データ格納
領域４００−１，４００−２構成を示している。通信デ
ータ格納領域４００−１および通信データ格納領域４０
０−２のデータ構成は同じであり、以下、総称して通信
データ格納領域４００と呼ぶ。送信元の通信データ格納
領域４００−１と受信先の通信データ格納領域４００−
２のデータの構成が同じであるのは、通信データ送信処
理３１１が通信データ格納領域４００−１を送信し、通
信データ受信処理３１２がそのデータを通信データ格納
領域４００−２に受信するためである。
【００６５】通信データ格納領域４００は、通信ヘッダ
４１０と通信ブロックデータ群４２０からなる。通信ヘ
ッダ４１０は、転送する送信ファイル５１を識別するた
めの情報である転送ファイル識別子４１１、その転送す
るファイルの大きさを示す転送ファイルサイズ４１２、
一回の通信により転送される転送ブロックデータ４２１
の個数を示す転送ブロック数４１３、転送されるファイ
ルが有する全ブロックデータの個数を示す転送ファイル
全ブロック数４１４および個々の転送ブロックデータ４
２１−１〜４２１−Ｎの送信ファイル５１の先頭からの
オフセットを示す転送ブロックオフセット４１５−１〜
４１５−Ｎとその転送ブロックデータ４２１−１〜４２
１−Ｎの大きさを示す転送ブロック長４１６−１〜４１
６−Ｎの対からなる。
【００６６】転送ブロックオフセット４１５−ｉと転送
ブロック長４１６−ｉと転送ブロックデータ４２１−ｉ
は、それぞれｉにより（ｉは１からＮまでの任意の自然
数）対応している。ただし、転送ブロック長４１６−１
〜４１６−Ｎは、個々の転送ブロックデータ４２１−１
〜４２１−Ｎの長さが異なる場合に必要となるが、転送
ブロックデータ４２１−１〜４２１−Ｎの長さが一定で
ある場合には転送ブロック長４１６を１つにまとめるこ
とができる。
【００６７】この転送ブロック長４１６−１〜４１６−
Ｎを一つの転送ブロック長４１６にまとめることによ
り、通信ヘッダ４１０の容量を削減し、通信におけるオ
ーバヘッドを削減することも可能である。通信ブロック
データ群４２０は、複数の転送ブロックデータ４２１−
１〜４２１−Ｎからなる。また、通信データ格納領域４
００の大きさは、ファイル送信プログラム１００および
ファイル受信プログラム２００が動作するファイル送信
システム１０，ファイル受信システム２０のホスト３０
−１，３０−２が保有する主記憶装置の容量に依存し、
ファイル送信プログラム１００およびファイル受信プロ
グラム２００に間で決定する大きさであり、ファイル送
信プログラム１００およびファイル受信プログラム２０
０が確保できる容量の小さいほうに制限されている。
【００６８】本実施例によれば、個々の転送ブロックデ
ータ４２１−ｉに対し、転送ブロックオフセット４１５
−ｉを付加することにより、ファイル送信プログラム１
００が任意のブロックデータ５２−ｉを読み出し、ファ
イル受信プログラム２００で転送ブロックデータ４２１
−ｉから受信ファイル６１の生成が可能となる。これに
より、ファイル送信プログラム１００の読み込むブロッ
クデータの順序を決定する読み出し順序決定処理（１１
０）において、送信ファイル５１を構成するブロックデ
ータ５２−１〜５２−３の物理的配置から読み込むブロ
ックデータ５２−１〜５２−３の順序を決定し、任意の
ブロックデータ５２− ｉの順番のデータ転送するため
に有効である。
【００６９】本実施例では、転送ブロック数４１３およ
び転送ブロック長４１６により通信データの大きさが自
由に変えられるため、通信データ格納領域４００を効率
的に使用することができる。また、大容量の通信データ
格納領域４００を有するシステムにおいては、複数のブ
ロックデータ５２−１〜５２−Ｎを一括処理できるた
め、通信領域送信処理３１１および通信データ受信処理
３１２を呼び出す回数が減り、通信処理オーバヘッドを
削減することができる。
【００７０】また、通信ヘッダ４１０に転送ファイルサ
イズ４１２を有することにより、ファイル受信プログラ
ム２０のファイル割り当て処理３２４において、受信フ
ァイル６１を構成するブロックデータ６２−１〜６２−
３を転送ブロックデータ４２０−ｉのファイル書き込み
処理３２２に先んじて、物理ブロックデータ＃１〜＃３
を割り当てることができる所に特徴がある。
【００７１】以下の説明では、説明を簡素化するために
通信ブロック数４１３を１とする。例えば、送信ファイ
ル５１のファイル転送には、３回のデータ転送を必要と
する。また、その時の転送されるブロックデータ５２−
１〜５２−３の順番は、物理的配置に従い５２−３，５
２−２，５２−１になるとする。
【００７２】次に、図４を用いてファイル読み出し順序
決定処理（１１０）の処理の流れを詳細に説明する。フ
ァイル読み出し順序決定処理（１１０）は、読み出しリ
スト初期化処理（１１１）、参照リストを作成処理（１
１２）、参照リストエントリ検索処理（１１３）、キャ
ッシュブロック判定処理（１１４）、読み出しリストエ
ントリ追加処理（１１５）、参照リストエントリ削除処
理（１１６）、参照リスト並べ替え処理（１１７）、読
み出しリスト合成処理（１１８）からなる。このファイ
ル読み出し順序決定処理（１１０）にて使用する参照リ
スト５００，読み出しリスト５１０および送信ファイル
５１の構成するファイル変位管理表５２０は、図７示す
通りであり、以下各処理の流れと共に説明する。読み出
しリスト初期化処理（１１１）は、ブロックデータ５２
−１〜５２−３を読み込む順番を示す読み出しリスト５
００を空に初期化する。読み出しリスト５００は、読み
出しリストポインタ５０１と複数の読み出しリストエン
トリ５０２−１〜５０２−３からなる。読み出しリスト
エントリ５０２−ｉは、次の読み出しリストエントリ５
０２−（ｉ＋１）を示すポインタ５０３−ｉとブロック
データ５２−ｉを示す物理ブロック格納領域５０４−ｉ
およびブロックデータ５２−ｉのファイルオフセットの
格納領域５０５−ｉからなる。参照リスト５１０は、読
み出しリスト５００と同様の構成を採っており、読み出
しリスト５００がブロックデータ５２を読み込む順序に
リストエントリが並ぶのに対し、ファイル変位管理表５
２０のファイルオフセットの順序にリストエントリが並
んでいる。読み出しリスト初期化処理（１１１）は、具
体的には、読み出しリストポインタ５０１をゼロクリア
することである。参照リストの作成処理（１１２）は、
送信ファイル５１のファイル変位管理表５２０を物理ブ
ロック番号５２１とその物理ブロックの並びからファイ
ルオフセットを取りだし、ファイル参照リスト５１０を
生成する。ファイル変位管理表５２０は、送信ファイル
５１を構成するブロックデータ５２−１〜５２−３の物
理ブロック番号格納領域５２１−１〜５２１−３からな
り、ファイルオフセットの小さい順に物理ブロック番号
＃３，＃１，＃２を格納している。実施例では、一つの
ブロックデータ５２の大きさが４０９６バイトの固定長
の場合をしてしている。ブロックデータ５２の大きさが
可変の場合は、ファイル変位管理表５２０に１つのブロ
ックデータの長さを管理するフィールドが必要である。
参照リストエントリ検索処理（１１３）は、参照リスト
５１０の先頭のリストエントリ５１２−１から最終のリ
ストエントリ５１２−３までリストエントリ５１２−ｉ
を取り出し、キャッシュブロック判定処理（１１４）を
行い、全ての参照リストエントリ５１２を検索終了後
に、参照リスト並べ替え処理（１１７）を呼び出す。キ
ャッシュブロック判定処理（１１４）は、参照リストエ
ントリ５１２−ｉが示すブロックデータ５２がバッファ
キャッシュ３３０に存在するか否かを調べ、ブロックデ
ータ５２がバッファキャッシュ３３０に存在する場合に
は読み出しリストエントリ追加処理（１１５）を呼び出
し、存在しない場合には次の参照リストエントリ５１２
を調べるためにステップ１１３に戻る。読み出しリスト
エントリ追加処理（１１５）は、参照リストエントリ５
１２−ｉの物理ブロック番号５１４とファイルオフセッ
ト５１５から読み出しリストエントリ５０２を生成し、
読み出しリストポインタ５０１およびリストポインタ５
０３を更新して読み出しリスト５００に読み出しリスト
エントリ５０２を追加し、参照リストエントリ削除処理
（１１６）を呼び出す。参照リストエントリ削除処理
（１１６）は、参照リスト５１０の参照リストエントリ
５１２−（ｉ−１）のリストポインタ５１２−（ｉ−
１）または参照リストポインタ５１１を更新して参照リ
ストエントリ５１２−ｉを削除し、次の参照リストエン
トリ５１２を調べるためにステップ１１３に戻る。参照
リスト並べ替え処理（１１７）は、参照リスト５１０を
物理ブロック番号が昇順に成るように並び替え、読み出
しリスト合成処理（１１９）を呼ぶ。読み出しリスト合
成処理（１１９）は、並び替えられた参照リスト５１０
の全リストエントリ５１２を読み出しリスト５００に参
照リストエントリ５１１順に追加し、ファイル送信プロ
グラム１００に制御を戻す。これにより、送信ファイル
５１を構成するブロックデータ５２−１〜５２−３を読
み込む順序を示す読み出しリストができる。本実施例で
は、物理ブロック番号順に並べ変えることが最短である
ために、参照リスト並べ替え処理（１１７）において、
物理ブロック番号が昇順に成るように並び替えている。
しかし、入出力装の条件が変わった場合には、回転待ち
の予測を行ない、効率的な順番を選択する。具体的に
は、次の読み出し要求を発行する間での時間と回転体が
進む時間から、回転体上で書き込める最短の物理ブロッ
クを選択する。
【００７３】次に、図５を用いて送信データ読み出し要
求処理（１３０）の流れを詳細に説明する。送信データ
読み出し要求処理（１３０）は、通信バッファ領域計算
処理（１３１）、読み出しデータ量初期化処理（１３
２）、読み出しリストエントリ検索処理（１３３）、フ
ァイルオフセット抽出処理（１３４）、ファイル位置調
整要求処理（１３５）、ファイル読み出し要求処理（１
３６）、転送ファイルオフセット設定処理（１３７）、
読み出しデータ量計算処理（１３８）、読み出しリスト
エントリ削除処理（１３９）からなる。通信バッファ領
域計算処理（１３１）は、通信データ格納領域の領域長
（以下、ＣＳＩＺＥと略する）を求め、読み出しデータ
量初期化処理（１３２）を呼び出す。読み出しデータ量
初期化処理（１３２）は、通信データ格納領域４００−
１に読み出しを終えたブロックデータ５２のデータ量を
管理する変数の格納領域であり、その読み出しサイズ
（以下、ＲＳＩＺＥと略する）をゼロに初期化し、転送
ブロックを管理する変数ｉを１にセットし、読み出しリ
ストエントリ検索処理（１３３）を呼ぶ。読み出しリス
トエントリ検索処理（１３３）は、読み出しリスト５０
０の読み出しリストポインタ５０１が空（０）でなくか
つＣＳＩＺＥがＲＳＩＺＥより小さい場合に、読み出し
ファイルオフセット抽出処理（１３４）を行い、そうで
なければ、ファイル送信プログラム１００に制御を戻
す。読み出しファイルオフセット抽出処理（１３４）
は、読み出しリストポインタ５０１で示される読み出し
リストエントリ５０２−ｊのブロックデータ番号＃ｊを
取り出し、ファイル位置調整要求処理（１３５）を呼
ぶ。また、ファイルオフセット抽出処理（１３４）にお
いて、ＣＳＩＺＥとＲＳＩＺＥが非常に近くかつファイ
ルオフセットが一つ前のファイルオフセットと大きくず
れている場合は、以下の処理を中断し、ファイル送信プ
ログラム１００に制御を戻すことにより、ファイル読み
出し時間の大幅な増加を防ぐことが出来る。ファイル位
置調整要求処理（１３５）は、ファイル位置調整処理３
２３−１を呼び出して、ブロックデータ５２−ｊのファ
イルオフセットに読み出し開始位置を変え、ファイル読
み出し要求処理（１３６）を呼ぶ。ファイル読み出し要
求処理（１３６）は、ファイル読み出し処理３２１を呼
び出し、ブロックデータ５２−ｊを転送ブロックデータ
群４２０内の転送ブロックデータ４２１−ｉに読み出
し、転送ファイルオフセット設定処理（１３７）を呼
ぶ。転送ファイルオフセット設定処理（１３７）は、ブ
ロックデータ５２−ｊのファイルオフセットとブロック
データ長をそれぞれ転送ファイルオフセット４１５−ｉ
と転送ブロック長４１６−ｉにセットし、読み出しデー
タ量計算処理（１３８）を呼ぶ。読み出しデータ量計算
処理（１３８）は、ＲＳＩＺＥにブロックデータ５２−
ｊのブロックデータ長を加え、変数ｉに１を加え、読み
出しリストエントリ削除処理（１３９）を呼ぶ。読み出
しリストエントリ削除処理（１３９）は、読み出しリス
ト５００から読み出しリストエントリ５０２−ｊを削除
し、次の読み出しリストエントリ５０２−（ｊ＋１）を
処理するために読み出しリストエントリ検索処理（１３
３）に戻る。 具体的には、読み出しリストポインタ５
０１に次の読み出しリストエントリ５０２−（ｊ＋１）
を示すアドレスをセットする。
【００７４】次に、図６を用いて通信ブロックデータ群
４２０−２の書き込みを行なう受信データ書き込み要求
処理（２３０）を詳細に説明する。受信データ書き込み
要求処理（２３０）は、ファイル確認処理（２３１）、
転送ファイルサイズ計算処理（２３２）、ブロックデー
タ一括割り当て要求処理（２３３）、書き込みリスト生
成処理（２３４）、書き込み完了リスト初期化処理（２
３５）、通信データサイズ計算処理（２３６）、書き込
みリスト並べ替え処理（２３７）、書き込みデータ量初
期化処理（２３８）、通信ブロックデータ検索処理（２
３９）、書き込みファイルオフセット抽出処理（２４
０）、ファイル位置調整要求処理（２４１）、ファイル
書き込み要求処理（２４２）、書き込み完了リストエン
トリ追加処理（２４３）、書き込みデータ量更新処理
（２４４）、書き込みリストエントリ削除処理（２４
５）、書き込み転送ブロック更新処理（２４６）からな
る。
【００７５】この受信データ書き込み要求処理（２３
０）にて使用する書き込みリスト６００および読み出し
完了リスト６１０については図８を用いて、受信ファイ
ル６１の割り当て時のファイル変位管理表６２０につい
ては図９を用いて、以下各処理の流れと共に説明する。
ファイル確認処理（２３１）は、受信した転送ブロック
データを格納する領域が準備できたか否かを調べ、転送
ブロックデータを格納する領域が準備できていなけれ
ば、転送ファイルサイズ計算処理（２３２）を呼び出
し、準備ができていれば、通信データサイズ計算処理
（２３６）を呼び出す。転送ファイルサイズ計算処理
（２３２）は、通信データ格納領域４００−２の転送フ
ァイルサイズ４１２から受信ファイル６１のデータ容量
を計算し、ブロックデータ一括割り当て要求処理（２３
３）を呼び出す。ブロックデータ一括割り当て要求処理
（２３３）は、ファイル割り当て処理３２４に受信ファ
イル６１のファイル割り当て要求し、受信ファイル６１
のブロックデータ６２の割り当て完了を待った後、書き
込みリスト生成処理（２３４）を呼び出す。ファイル割
り当て処理３２４は、（２３２）で計算した受信ファイ
ルのデータ容量から受信ファイル６１のブロックデータ
６２−１〜６２−３を割り当て、ファイル変位管理表６
２０を生成する。受信ファイル６１割り当て時のファイ
ル変位管理表６２０は、図９に示す通りであり、ブロッ
クデータ６２−１〜６２−３を格納するブロックの物理
ブロック＃１〜＃３を格納する物理ブロック格納領域６
２１−１〜６２１−３からなっている。実施例では、一
つのブロックの大きさが４０９６バイトの固定長の場合
をしてしている。また、本実施例では、ブロックデータ
６２−１〜６２−３にファイルオフセットの小さい順に
物理ブロック＃１，＃２，＃３を割り当てているが、こ
れは説明を単純化するためであり、一般的には任意の物
理ブロックがランダムに割り当てられる。書き込みリス
ト生成処理（２３４）は、ブロック配置返送処理３２２
−２を呼び出し、ファイル変位管理表６２０から書き込
みリスト６００を生成し、書き込み完了リスト初期化処
理（２３５）を呼ぶ出す。この時の書き込みリスト６０
０は、図９に示すファイル変位管理表６２０で示される
ファイルオフセット順に並んでいる。ただし、後で説明
する書き込みリスト並べ替え処理（２３７）にて、書き
込みリストエントリ６０２は、図８に示すような受信フ
ァイル６１へ書き出す順序に並び替えられる。書き込み
完了リスト初期化処理（２３５）は、書き込み完了リス
ト６１０を初期化し、受信ファイルが確保済みであるこ
とを示し、通信データサイズ計算処理（２３６）を呼び
出す。ファイル確認処理（２３１）は、ファイルに対す
る物理ブロックを一括して割り当て、通信の度毎に物理
ブロックを割り当てないことを示している。通信データ
サイズ計算処理（２３６）は、通信データ格納領域４０
０−２の転送ブロック数４１３および転送ブロック長４
１６から一回の通信により転送されたデータのサイズ
（以下、ＴＳＩＺＥと呼ぶ）を計算し、書き込みリスト
並べ替え処理（２３７）を呼ぶ。書き込みリスト並べ替
え処理（２３７）は、図３（ｂ）に示す参照リスト並び
替え処理（１１８）と同様に一回に転送された転送ブロ
ック数４１３を計算し、書き込みリスト５１０から転送
ブロック数４１３個の転送ブロックデータ４２１を書き
出す組み合わせのリストを生成し、その個々の組み合わ
せリストを時間的距離が小さい順に並べ、全ての組合せ
リストの中で最小の書き込み時間となる組合せリストと
同じ書き込み順序に書き込みリスト６００を並び替え、
書き込みデータ量初期化処理（２３８）を呼ぶ。書き込
みデータ量初期化処理（２３８）は、通信データ格納領
域４００−２の転送ブロックデータ４２１−ｉをブロッ
クデータ６２−１〜６２−３に書き込みたデータ量を管
理する変数の格納領域である書き込みサイズ（以下、Ｗ
ＳＩＺＥと略する）をゼロに初期化し、転送ブロックを
管理する変数ｉを１にセットし、通信ブロックデータ検
索処理（２３９）を呼ぶ。通信ブロックデータ検索処理
（２３９）は、書き込みリスト６００の書き込みリスト
ポインタ６０１が示す書き込みリストエントリ６０２−
ｊからＷＳＩＺＥがＴＳＩＺＥより小さい場合に、書き
込みファイルオフセット抽出処理（２４０）を行い、Ｗ
ＳＩＺＥがＴＳＩＺＥ以上の場合に、ファイル受信プロ
グラム２００に制御を戻す。書き込みファイルオフセッ
ト抽出処理（２４０）は、書き込みリストポインタ６０
１で示される書き込みリストエントリ６０２−ｊのブロ
ックデータ番号＃ｊを取り出し、ファイル位置調整要求
処理（２４１）を呼ぶ。ファイル位置調整要求処理（２
４１）は、ファイル位置調整処理３２３−２を呼び出し
て、ブロックデータ６２−ｊのファイルオフセットに書
き込み開始位置を変え、ファイル書き込み要求処理（２
４２）を呼ぶ。ファイル書き込み要求処理（２４２）
は、ファイル書き込み処理３２２を呼び出し、転送ブロ
ックデータ群４２０−２内の転送ブロックデータ４２１
−ｉをブロックデータ６２−ｊに書き込み、書き込み完
了リスト追加処理（２４３）を呼ぶ。書き込み完了リス
ト追加処理（２４３）は、書き込みた転送ブロックデー
タ４２１−ｉの転送ファイルオフセット４１５−ｉと書
き込みリストエントリ６０２−ｊのブロックデータ６２
−ｊから書き込み完了リストエントリ６１２を生成し、
書き込み完了リスト６１０に追加し、書き込みデータ量
更新処理（２４４）を呼ぶ。書き込みデータ量更新処理
（２４４）は、ＷＳＩＺＥに転送ブロック長４１６−ｉ
を加え、書き込みリストエントリ削除処理（２４５）を
呼ぶ。書き込みリストエントリ削除処理（２４５）は、
書き込みリスト６００から書き込みリストエントリ６０
２−ｊを削除し、書き込み転送ブロック更新処理（２４
６）を呼ぶ。具体的には、書き込みリストポインタ６０
１に次の書き込みリストエントリ６０２−（ｊ＋１）を
示すアドレスをセットすることである。書き込み転送ブ
ロック更新処理（２４６）は、変数ｉに１を加え、通信
ブロックデータ検索（２３９）に戻る。本実施例では、
ファイル送信プログラム２００の受信データ書き込み要
求処理処理（２３０）において、受信ファイル６１を構
成する全ブロックデータ６２−１〜６２−３の物理的配
置から書き出すブロックデータの順序を決定する所に特
徴がある。
【００７６】次に、ファイル割り当て時の受信ファイル
６１のファイルファイル変位管理表６２０を受信処理完
了後にファイルオフセット順に並び替えるファイル変位
変更要求処理（２５０）を図１１を用いて詳細に説明す
る。このファイル変位変更要求処理（２５０）にて利用
する書き込み完了リスト６１０は図８に示す通りであ
り、受信ファイル６１の配置変更処理後のファイル変位
管理表６３０については図１０を用いて、以下各処理の
流れと共に説明する。ファイル変位変更要求処理（２５
０）は、書き込み完了リスト並べ替え処理（２５１）、
ファイル変位変更要求処理（２５２）からなる。書き込
み完了リスト並べ替え処理（２５１）は、図８に示す書
き込み完了リスト６１０をファイルオフセット６１４の
値が昇順になるように書き込み完了リストエントリ６１
２−１〜６１２−３を並び替え、ファイル変位変更要求
処理（２５２）を呼ぶ。ファイル変位変更要求処理（２
５２）は、ファイル変位変更処理３５０を呼び出し、受
信ファイル６１のファイル変位管理表６２０を書き込み
完了リストエントリ６１２−１〜６１２−３ので示され
る値に物理ブロック番号６１４−１〜６１４−３に書き
換え、ファイル受信プログラム２００に戻る。受信ファ
イル６１の配置変更処理後のファイル変位管理表６３０
は、図１０に示す通りであり、複数の連続的に並ぶブロ
ックデータ６２−１〜６２−３と物理ブロック番号格納
領域６３１−１〜６３１−３からなり、ファイルオフセ
ットの小さい順に物理ブロック順番＃３，＃２，＃１を
格納している。
【００７７】本実施例では、すべてのファイル書き込み
処理後に一括して、ファイル変位管理表６３０を変更す
るので、ファイル変位変更処理３５０を呼び出し回数が
削減できる効果がある。ただし、本発明においては、フ
ァイル書き込み処理する度に毎回ファイル変位変更処理
３５０を呼び出しても実現できる。
【００７８】次に、本発明によるファイル読み書き処理
の効果について説明する。本実施例によれば、ファイル
読み書き処理は、ファイル読み出し順序決定処理１００
と送信データ読み出し要求処理１３０および受信データ
書き込み要求処理２３０を示している。図１３は、本発
明によるファイル読み書き処理における効果を示してい
る。読み書きを行なうファイルのファイル変位管理表６
４０は、図１３に示す通りであり、ブロックデータ６４
１−１〜６４１−７が連続的に割り当てられている。ま
た、物理ブロック＃０〜＃６は、図１３に示す通りに割
り当てられている。また、入出力装置上７００の物理ブ
ロック＃０〜＃６のヘッド位置７１０〜７１６は、図１
３に示す通りである。また、本実施例では、一つのヘッ
ドを有するディスクを用いて説明するが、複数のヘッド
を有するヘッド移動を必要とする入出力装置にも適応可
能である。この入出力装置において、ヘッド移動時間
は、ヘッド移動前と移動後の距離に比例して遅延すると
考える。その場合、逐次的にブロックデータを読み書き
処理（ＦＣＦＳ）場合のファイル読み書き処理における
入出力ヘッド移動時間７２０は、ヘッドが７１３，７１
４，７１２，７１５，７１１，７１６，７１０の順番に
移動するため、合計２１となる。また、ディスクソート
を用いたヘッド移動時間７３０は、ヘッドが７１３，７
１４，７１５，７１２，７１１，７１６，７１０の順番
に移動するため、合計１７となる。本発明におけるヘッ
ド移動時間７４０は、ヘッドが７１３，７１０，７１
１，７１２，７１３，７１４，７１５，７１６の順番に
移動するため、合計９となる。本発明によれば、ディス
クソートを用いた場合に比べ約１／２のヘッド移動時間
となる。これは、ファイル読み書き処理において、物理
的な順序を考慮しているためヘッド移動時間が短縮が図
られた効果である。
【００７９】（変形例） （１）本発明は、本実施例にて示した計算機システム間
のファイル転送に限らず、同じ計算機システム内の異な
る順次アクセス型の補助記憶装置間でのファイル転送に
も適用できる。この場合、本実施例で使用した、ＯＳ内
の通信管理部３１０−１に代えて、プログラム間通信管
理部を使用すればよい。
【００８０】（２）本実施例で示した、ファイル送信プ
ログラムと送信側のＯＳによるファイルの読み出し操作
は、この送信側の計算機システムの主記憶へ転送すべき
複数のブロックデータの読み出しにも有効である。
【００８１】（３）本実施例では、ファイル送信プログ
ラムにおいて、読み出すべき一群のブロックデータを保
持する一群のデータ領域の位置関係に基づいて、それら
のデータを読み出す順を決定した。しかし、ＯＳのファ
イル管理部において、これらの領域を検出するときに、
予めソートして出力するすることも可能である。
【００８２】この場合、ファイル送信プログラムでの、
これらのデータ領域のアクセス順を決定する必要はなく
なり、ＯＳから教えられた変位表に登録された順を使用
すればよい。このことは、ファイル受信プログラムにお
ける空き領域のアクセス順序を決定することに関しても
おなじである。
【００８３】（４）本実施例で示した、ファイル送信プ
ログラムでのデータの読みし順の決定、あるいはファイ
ル受信プログラムでの、一群のデータ領域のアクセス順
の決定は、それぞれ送信側のＯＳあるいは受信側のＯＳ
により実行するように変形することも可能である。
【００８４】
【発明の効果】本発明によれば、一つのプログラムが入
出力装置を占有することなく効率的なファイル入出力が
可能になる。
【００８５】また、ファイル転送において、ファイルか
らのデータ読み出し処理とファイルへの書き込み処理の
両方の処理時間を短縮することにより、複数のシステム
間で高速なファイル転送が可能になる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明によるファイル転送の一実施例の全体構
成を示す。
【図２】本発明によるファイル転送の一実施例の詳細処
理構成を示す。
【図３】（ａ）はファイル送信プログラムのの流れを示
す。（ｂ） ファイル受信プログラムのの流れを示す。
【図４】ファイル読み出し順序決定処理の流れを示す。
【図５】送信データ読み出し要求処理の流れを示す。
【図６】受信データ格納処理の流れを示す。
【図７】ファイル送信プログラムの制御テーブルの構成
を示す。
【図８】ファイル受信プログラムの制御テーブルの構成
を示す。
【図９】書き込みファイル割り当て時のファイル変位管
理表の構成を示す。
【図１０】書き込みファイル再配置時のファイル変位管
理表の構成を示す。
【図１１】ファイル変位変更要求処理の流れを示す。
【図１２】本発明による通信制御テーブルの構成を示
す。
【図１３】本実施例によるファイル読み書き処理の効果
を示す。
【符号の説明】
１０…ファイル送信システム、２０…ファイル受信シス
テム、３０−１，３０−２…ホスト、５０，６０…補助
記憶装置、５１，６１…ファイル、５２，６２，４２１
…ブロックデータ、５３，６３，５２０，６２０，６３
０…ファイル変位管理表、１００…ファイル送信プログ
ラム、２００…ファイル受信プログラム、３００−１，
３００−２…オペレーティングシステム、４００−１，
４００−２…通信バッファ領域、５００，５１０，６０
０，６１０…ブロックデータ制御リスト。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 鵜飼 敏之 東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地 株式会社日立製作所中央研究所内

Claims (13)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】第１の計算機システムに含まれた第１の順
    次アクセス型の補助記憶装置に保持され、論理的に順序
    付けられた一群のブロックデータからなるファイルを、
    第２の計算機システムに属する第２の順次アクセス型の
    補助記憶装置に転送するためのファイル転送方法であっ
    て、 転送すべきファイルを構成する論理的に順序づけられた
    一群のブロックデータを保持する、該第１の補助記憶装
    置内の一群のデータ領域を検出し、 それらのブロックデータの読み出しに要する時間を少な
    くするように、該検出された一群のデータ領域の物理的
    位置関係に基づいて、該一群のブロックデータの読み出
    し順序を決定し、 該第１の補助記憶装置から該複数のブロックデータを、
    該決定された読み出し順序に従って順次読み出し、 該読み出された複数のブロックデータを、それぞれのブ
    ロックデータの論理的識別情報とともに、かつ、それぞ
    れのブロックデータの読み出し順に、第１の計算機シス
    テムより該第２の計算機システムに順次転送し、 該第２の該補助記憶装置内の複数のデータ領域の内、該
    一群のブロックデータを保持するに必要な複数の空きデ
    ータ領域を選択し、 該選択された複数の空きデータ領域へ該一群のブロック
    データを書き込むのに要する時間を短くするように、該
    選択された複数の空きデータ領域の物理的位置関係に基
    づいて、該複数の空きデータ領域へのアクセス順を決定
    し、 該第１の計算機システムから転送された該複数のブロッ
    クデータをそれらの転送順に、かつ、該決定されたアク
    セス順に従って該選択された複数の空きデータ領域に順
    次書き込むステップを有するもの。
  2. 【請求項２】該複数の空きのデータ領域の各々に、該転
    送された一群のブロックデータの一つが該順次書き込み
    ステップで書き込まれた後に、該書き込まれた一つのブ
    ロックデータと一緒に該第１の計算機システムから転送
    された論理的識別情報をそのデータ領域に割り当てる請
    求項１記載のファイル転送方法。
  3. 【請求項３】該順次書き込みステップは、 一群の順序づけられた論理的な識別情報を、該選択され
    た複数のデータ領域に、該アクセス順に従って仮に割り
    当て、 それぞれ該転送された一群のデータブロックの一つと、
    該割り当てられた一群の論理的識別情報の内の、その一
    つのブロックデータの受信順番に対応する一つとを指定
    する複数の書き込み要求を順次発行し、 該発行された複数の書き込み要求の各々に応答して、そ
    の書き込み要求が指定する論理的識別情報を割り当てら
    れたデータ領域に、その書き込み要求が指定するブロッ
    クデータを書き込むステップを有し、 上記転送された論理的識別情報を割り当てるステップで
    上記選択された複数の空きのデータ領域の各々に割り当
    てられた論理的識別情報は、そのデータ領域に上記仮に
    割り当てられた論理的識別情報に代えて使用する論理的
    識別情報である請求項２記載のファイル転送方法。
  4. 【請求項４】該順次書き込みは、該受信側計算機システ
    ムが、該転送される複数のブロックデータの全ての受信
    を完了する前に開始する請求項１記載のファイル転送方
    法。
  5. 【請求項５】該第１の計算機システムから該第２の計算
    機システムに、該転送すべき一群のブロックデータの総
    数を通知するステップをさらに有し、 該第２の補助記憶装置内の該複数のデータ領域の選択
    は、この通知された総数に等しい数の空きのデータ領域
    を選択するステップを有する請求項１記載のファイル転
    送方法。
  6. 【請求項６】第１の計算機システムに含まれた第１の順
    次アクセス型の補助記憶装置に保持された論理的に順序
    付けられた一群のブロックデータからなるファイルを、
    第２の計算機システムに属する第２の順次アクセス型の
    補助記憶装置に転送するための計算機システム間のファ
    イル転送方法であって、 転送すべきファイルを構成する論理的に順序づけられた
    一群のブロックデータを保持する、該第１の補助記憶装
    置内の一群のデータ領域を、該第１の計算機システムで
    走行中の第１のファイル転送プログラムにより検出し、 それらのブロックデータの読み出しに要する時間を少な
    くするように、該検出された一群のデータ領域の物理的
    位置関係に基づいて、該一群のブロックデータの読み出
    し順序を、該第１のファイル転送プログラムにより決定
    し、 該第１の補助記憶装置から該一群のブロックデータが該
    決定された読み出し順に従って読み出されるように、該
    一群のブロックデータの一つとそのブロックデータの論
    理的識別情報とを指定する複数の読み出し要求を該第１
    のファイル転送プログラムから順次発行し、 該第１の補助記憶装置へのブロックデータの書き込みお
    よび読み出しを制御する、第１の計算機システムで走行
    中の第１のＯＳの制御下で、該順次発行された複数の読
    み出し要求を順次実行し、 該複数の読み出し要求の実行の結果読み出された該一群
    のブロックデータを、それぞれのブロックデータの論理
    的識別情報とともに、かつ、それぞれのブロックデータ
    の読み出し順に、該第１の計算機システムより該第２の
    計算機システムに順次転送し、 該転送された一群のブロックデータを該第２の補助記憶
    装置の一群の空きデータ領域に順次書き込み、 該一群のデータ領域の各々に対応して、その領域に書き
    込まれたブロックデータとともに転送された論理的識別
    情報を記憶するステップを有するもの。
  7. 【請求項７】該順次書き込みは、 該第２の計算機システムで走行中の第２のファイル転送
    プログラムより、該第２の計算機システムで走行中の、
    該第２の補助記憶装置に対するデータ読み出しおよび書
    き込みを制御する第２のＯＳに、該第２の該補助記憶装
    置内の複数のデータ領域の内、該一群のブロックデータ
    を保持するに必要な一群の空きデータ領域の選択を要求
    し、 該第２のＯＳにより該空きの一群のデータ領域を選択
    し、 該選択された複数の空きデータ領域へのブロックデータ
    の書き込みに要する時間を短くするように、該選択され
    た複数の空きデータ領域の物理的位置関係に基づいて、
    該複数の空きデータ領域へのアクセス順を、該第２のフ
    ァイル転送プログラムにより決定し、 該選択された一群の空きデータ領域に保持されるべき一
    群のデータブロックを識別するための一群の論理的な識
    別情報として、一群の順序づけられた論理的な識別情報
    を、該アクセス順に従って該一群のデータ領域に、該第
    ２のＯＳにより仮に割り当て、 該選択された一群の空き領域を該第２のＯＳから該第２
    のファイル転送プログラムに通知し、該決定されたアク
    セス順に従って、該選択された複数のデータ領域に順
    次、該第１の計算機システムから転送された該一群のブ
    ロックデータの一つが書き込まれるように、それぞれ該
    転送された一群のデータブロックの一つと、該割り当て
    られた一群の論理的識別情報の内の、その一つのブロッ
    クデータの受信順番に対応する一つとを指定する複数の
    書き込み要求を順次、該第２のファイル転送プログラム
    から発行し、 該発行された複数の書き込み要求の各々に応答して、そ
    の書き込み要求が指定する論理的識別情報を割り当てら
    れたデータ領域に、その書き込み要求が指定するブロッ
    クデータを、該第２のＯＳの制御下で書き込むステップ
    を有する請求項６記載のファイル転送方法。
  8. 【請求項８】論理的識別情報を記憶するステップは、該
    一群の空きデータ領域の各々に、現にそこ書き込まれた
    ブロックデータと一緒に該第１の計算機システムから転
    送された論理的識別情報を、そのデータ領域に上記割当
    ステップで仮に割り当てられた論理的識別情報に代え
    て、該第２のＯＳにより割り当てるステップを有する請
    求項７記載のファイル転送方法。
  9. 【請求項９】該第１の補助記憶装置内の該一群のデータ
    領域の検出は、該ファイル転送要求に応答して、該第１
    のファイル転送プログラムにより、該一群のデータ領域
    を該第１のＯＳに問い合わせるステップを有する請求項
    ６記載のファイル転送方法。
  10. 【請求項１０】計算機システムに含まれた順次アクセス
    型の補助記憶装置に、ファイルを構成する論理的に順序
    づけられた一群のブロックデータを、それらのブロック
    データの論理的順序と異なる順に書き込むデータ書き込
    み方法であって、 該計算機システムで走行中のアプリケーションプログラ
    ムより、該計算機システムで走行中の、該補助記憶装置
    に対するデータ読み出しおよび書き込みを制御するＯＳ
    に、該該補助記憶装置内の複数のデータ領域の内、書き
    込むべきファイルを構成する一群のブロックデータを保
    持するに必要な一群の空きデータ領域の選択を要求し、 該ＯＳにより該空きの一群のデータ領域を選択し、 該選択された一群の空きデータ領域を該ＯＳから該アプ
    リケーションプログラムに通知し、 該選択された一群の空きデータ領域に保持されるべき一
    群のデータブロックを識別するための一群の論理的な識
    別情報として、一群の順序づけられた、あらかじめ定め
    た論理的な識別情報を、該一群のデータ領域に該ＯＳに
    より仮に割り当て、 該選択された複数の空きデータ領域へのブロックデータ
    の書き込みに要する時間を短くするように、該選択され
    た複数の空きデータ領域の物理的位置関係に基づいて、
    該複数の空きデータ領域へのアクセス順を、該アプリケ
    ーションプログラムにより決定し、 該選択された複数のデータ領域に割り当てられた該一群
    の論理的識別情報の内の、該アクセス順で定まる一つの
    論理的識別情報と、該一群のブロックデータの内、それ
    らのブロックデータのあらかじめ定めた論理的順番とは
    異なる順番により定まる一つのブロックデータとを指定
    する複数の書き込み要求を順次、該アプリケーションプ
    ログラムから発行し、 該発行された複数の書き込み要求の各々に応答して、そ
    の書き込み要求が指定する論理的識別情報を割り当てら
    れたデータ領域に、その書き込み要求が指定するブロッ
    クデータを、該ＯＳの制御下で書き込み、 該一群のデータ領域の各々に、現にそこ書き込まれたブ
    ロックデータの論理的識別情報を、そのデータ領域に上
    記割当ステップで仮に割り当てられた論理的識別情報に
    代えて、該ＯＳにより割り当てるステップを有するも
    の。
  11. 【請求項１１】計算機システムに含まれた順次アクセス
    型の補助記憶装置に保持されたそれぞれ異なるファイル
    に属する複数のブロックデータを、該計算機システムで
    走行中の複数のアプリケーションプログラムから並行し
    てアクセスするデータアクセス方法であって、 該複数のアプリケーションプログラムから、それぞれ該
    補助記憶装置に保持されたいずれかのアクセスすべき一
    つのブロックデータの論理的識別情報を指定する複数の
    データアクセス要求を並行して発行し、 各アプリケーションプログラムから発行され、まだ実行
    されていない少なくとも一つのアクセス要求を、そのア
    プリケーションプログラムに対応して保持し、 該複数のアプリケーションプログラムに対応して保持さ
    れた複数のデータアクセス要求の内、実行すべき複数の
    データアクセス要求を選択し、 該選択された複数のデータアクセス要求が指定する複数
    の論理的識別情報に基づいて、該補助記憶装置内の複数
    のデータ保持領域のうち、該複数の論理的識別情報が割
    り当てられた複数のブロックデータを保持する複数のデ
    ータ領域を検出し、 該検出された複数のデータ領域へのアクセスに要する時
    間が少なくなるように、該検出された複数のデータ領域
    の位置と、該補助記憶装置の現在の読取ヘッドの位置に
    基づいて、該検出された複数のデータ領域をアクセスす
    る順を決定し、該決定されたアクセス順に従って、該検
    出された複数のデータ領域がアクセスされるように、該
    選択された複数のデータアクセス要求を順次実行し、 上記選択、検出、決定、実行を繰返すステップを有し、 該複数のアプリケーションプログラムの少なくとも一つ
    は、 そのプアプリケーションログラムにより、該補助記憶装
    置に保持されたいずれか一つのファイルに属する、一群
    のブロックデータをアクセスするときに、該一群のブロ
    ックデータを保持する、該補助記憶装置内の一群のデー
    タ領域を判別し、 該一群のデータをアクセスする時間が短くなるように、
    該一群のデータ領域の位置に基づいて、該一群のデータ
    領域をアクセスする順番を判別し、 該判別された順番に従って、該一群のデータ領域をアク
    セスするように、該一群のデータ領域の一つをそれぞれ
    アクセスする一群のデータアクセス命令を順次発行する
    もの。
  12. 【請求項１２】上記保持、選択、検出、決定、実行ステ
    ップは、該補助記憶装置へのデータの読み出しまたは書
    き込みのためのアクセス要求の実行を制御するＯＳによ
    り実行される請求項１１記載のデータアクセス方法。
  13. 【請求項１３】該補助記憶装置内の該一群のデータ領域
    の検出は、 該一つのアプリケーションプログラムにより、該一群の
    データ領域を該ＯＳに問い合わせるステップを有する請
    求項１２記載のファイル転送方法。
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