JPS61260339A - フアイル管理方法 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 （産業上の利用分野） 本発明は、ファイル装置を有する計算機システムにおけ
る、ファイル管理方法に関するものであるＯ （従来の技術） 従来のファイル管理方式の例を、第４図〜第９図により
示す。第４図は計算機システムの構成ブロック図であり
、本発明のファイル管理方法にも適用される。第４図に
おいて、１０は中央処理装置ｃ以下ＣＰＵと称する）、
１２はファイル管理その他を行うためのソフトシェアで
あるオペレーティング・システムであり、主記憶装置に
格納されている。１４は主記憶装置ｃ以下、メモリと称
する）、１６は一次補助記憶装置Ｃ以下、ディスクと称
する）、１７は二次補助記憶装置（以下、磁気テープと
称する）である。

ディスク１６の論理的な構成を第５図に示す。

第５図において、１８はディスク１６に格納されるファ
イルを管理するための情報が格納されたディレクトリ、
２０はディレクトリ１８によって管理される実体のデー
タ領域である。ディレクトリ１８及びデータ領域２０は
いずれも一定の長さを単位にブロック化され、各々のブ
ロックに一連番号（１，２，３，・・・）が付与されて
管理される。

ディレクトリ１８の中の１つのブロックの詳細を第６図
に示す。第６図は、個々のファイル情報を格納するため
のディレクトリ１８の１単位ｃ以下、エントリと称する
）である。各エントリには、該エントリ全体の状態を示
すフラグ１００．ファイル名１０２．及び該ファイルが
占有するデータ領域２０に関する情報が格納されたアロ
ケーションマツプ１０４が含まれる。この内、フラグ１
００については、値ｆ１で該エントリ使用中、数値ｆ２
で該エン）　ＩＪ未使用の意味に用いられる。実例とし
て、使用者が２個のファイル（”ＦＩＬＥＡ”及び”Ｆ
ＩＬＥＢ”）を作成した時点でのディレクトリ１８及び
データ２０の状態を第７図に示す。第７図において、１
０６はＦＩＬＥＡ、また１０８はＦＩＬＥＢに係るエン
トリの状態である。フラグ１００には、各々「使用中」
を示す数値ｆ１が格納され、ファイル名１０２には各フ
ァイルの名称（“Ｆ　Ｉ　ＬＥＡ”及びＦＩＬＥＢ”）
、またアロケーションマツプ１０４には、各ファイルが
占有するデータ領域２０の情報が格納される。また、１
１０はこの条件下でのデータ領域である。データ領域１
１０において、ブロック１〜５がＦＩＬＥＡ１０６に使
用され、ブロック６〜９はＦＩＬＥＢ１０８に使用され
る。以下の説明の便宜のため、ディレクトリ１８及びデ
ータ２０を模式的に表現したのが第８図である。第８図
において、１１２はディレクトリ１８中の各エントリの
集合を、また１１４はデータ領域２０の状態を、また１
１６．１１８．１２０．１２２は各々のエントリを示す
。第８図は、ファイルが全く格納されていない初期状態
である。

第８図の状態で４＠のファイルを格納した後の状態を第
９図（Ａ）に示す。第９図（Ａ）　において、１２４は
フラグ１００，１２６はファイル名１０２及びアロケー
ションマツプ１０４の集合、１２７はデータ領域に格納
された対応するデータの集合である。

以下の説明では、１２６をエン）！ＪＸ、１２７をデー
タＸと称し、このＸは英文字Ａ、Ｂ、・・・で表す。第
９図（Ａ）から更に１個のファイルを追加した状態が第
９図（Ｂ）である。また、第９図（Ａ）の状態でエント
リＢを削除したものが第９図（Ｃ）である。

第９図（Ｃ）において、フラグ１２８は未使用を示す数
値ｆ２に変更されるが、データ領域１３０は元のまま保
存される。すなわち、これはファイルの削除処理を高速
化するためであり、エントリＢが未使用になれば、それ
により管理されていたデータ１３０も未使用領域として
扱われるので、データ領域１３０の内容そのものを初期
化する必要性は無い。更に、第９図（Ｃ）の状態で新た
なファイル（エントリＥ）を追加したものが第９図（Ｄ
）である。第９図（Ｄ）において、１３２は新しいエン
）　ＩＪであり、第９図（Ｃ）におけるエントリＢの領
域が未使用であるため、この位置に新しいエントリＥが
格納される。

また、１３４はエントリＥに係るデータＥであり、本図
においてはデータＥ１３４の占める領域がデータＢ１３
０で占有していた領域より小さいため、残りが１３６に
示す空き領域となる。一方、データＥの領域がデータＢ
より大きい場合には、第９図（Ｅ）に示すようにデータ
Ｂの占有していた領域１３０がすべて重ね書きされた後
、更に未使用の領域１３８が探索され、そこに残りのデ
ータＥか格納される。

（発明が解決しようとする問題点） しかしながら、上記の方法によれば、一旦削除されたフ
ァイルのデータは次に新たなファイルを作成することに
より重ね書きされるため、ファイルを消去した場合の復
元が不可能になることがある。第９図（Ｃ）を例に取れ
ば、エントリＢのファイルはフラグ１２８を数値ｆ、に
戻せば復元できるが、第９図（Ｄ）または第９図（Ｅ）
の状態ではデータが完全に失われ復元不可能となる。

特に、最近普及しつつあるマルチー−ザ・システムでは
、複数の利用者が独立して同一記憶装置上にファイルの
作成及び削除を繰り返しているため、一旦フアイルを消
去すると、二度と復元できなくなるという問題点があっ
た。

この発明は、以上述べたようなファイル削除時の復元に
関する問題点を除去し、計算機システムに誤った指令を
与えた結果、必要なファイルを削除してしまい、貴重な
データを消失するという損害を最小限にとどめることを
目的とする。

（問題点を改善するための手段） 上記目的を達成するための本発明の特徴は、中央処理装
置と、これにより制御される少なくともひとつの補助記
憶装置と、その上のファイルシステムを管理するオペレ
ーティングシステムを備えた計算機システムにおいて、
前記オペレーティングシステムはファイル管理のための
ディレクトリを有し、該ディレクトリがファイル情報を
格納するためのエントリは、エントリ全体の状態を示す
フラグと、世代管理コードと、ファイル名及び該ファイ
ルが占有するデータ領域を示すアロケーションマツプを
有し、ファイルの削除は、前記フラグを削除フラグとす
ることにより行ない、該削除フラグは任意に復元可能な
ファイル管理方法にある。

（作用） エントリのフラグは八（更用中）、ｆ２（未使用）。

及び削除フラグ八（保存中）の３種が定義され、ファイ
ルを新規に作成するときけ、フラグをｆ。

（使用中）とすると共にデータの書込みを行なう。

ファイルを削除するときはフラグを八（保存中）とし、
データ自身は削除しない。従って、後に当該ファイルを
復元する希望があるときは、フラグを八（使用中）にも
どすことのみでファイルが復元される。

なお、記憶装置が満杯となることに対処するために、エ
ントリに世代管理コードをもうけ、該コードの古いファ
イルから別の記憶装置に転送して再保存が行なわれる。

（実施例） 第１図に本発明の概要を示す。本発明は、第６図におけ
るフラグ１００の意味を拡張し、「エントリ保存中」を
示す数値ｆ、を新しく追加定義すると共に、保存中エン
トリ群の世代を管理するために、時系列で値が一意的に
変化する世代管理コード（Ｏｏ、Ｃ，，０２，・・・、
但し、ｃｏは未使用を示す数値）を定義し、これをエン
トリの要素として追加したものである。第１図において
、２２は拡張されたフラグ、２４は世代管理コードであ
り数値等で構成する。その他、従来技術と共通の要素に
は同一の符号を付す。但し、上記の方法のみでは、ファ
イルを消去してもその領域は永久に保存されているので
、記憶装置は遠からず満杯になってしまう。そこで、こ
れを避けるために、記憶装置が満杯になった時点でディ
レクトリ中のすべての保存中エントリを検索し、最も古
い世代管理コード２４を付与されたものから順次解放し
て、新しいファイルのための領域に割当てることとする
。なお、保存中のエントリを解放する際、そのデータを
真に捨て去るか、二次記憶装置１７に再保存するかの選
択も可能とする。なお、計算機システムは第４図と同じ
とする。

第２因は本発明を構成するファイル管理システムのブロ
ック図である。第２図において、３０は第５図における
ディレクトリ１８を検索して空エントリ（空領域）を管
理する空二ン）　ＩＪ管理部、３２は空エントリ管理部
３０の指示に従った領域にデータを格納するためのデー
タ書込部、３４はディレクトリ１８中の保存中エントリ
を検索するための保存中エン）　ＩＪ管理部、３６は記
憶装置が満杯になった場合の保存中エントリの解放処理
を指示するための満杯時処理選択部、３８は保存中エン
）　ＩＪ管理部３４で指示されたエントリ及びそれに係
るすべてのデータを二次記憶装置１７に再保存するため
の再保存部、４０は保存中エン）　ＩＪ管理部３４で指
示されたエントリを解放する保存中エントリ解放部であ
る。あるファイルが削除されると、保存中エン）　ＩＪ
管理部３４が、第１図で述べたフラグ２２を数値ｆ、に
すると共に、世代管理コード２４を最新の数値に設定し
て保存中エントリとして登録する。また、新たにデータ
が書−き込まれる際は、まず空エントリ管理部３０がす
べてのエントリを検索してフラグ２２に未使用（数値ｆ
２）のものがあるかどうか調べ、あればデータ書込部３
２に対して書込指示を行う０空エントリがなければ、保
存中エン）　ＩＪ管理部３４に指令を出して保存中のエ
ントリがあるかどうか調べる。

保存中エントリがあれば、保存中エントリ管理部３４は
世代管理コード２４を検索し、最も古いエン）　ＩＪを
選び出し、満杯時処理選択部３６に指令を出して、該エ
ントリの処理を決定する。満杯時処理選択部３６は、再
保存するときは再保存部３８に指令を出して、該エント
リ及びそのデータ部を二次記憶装置１７に転送する。そ
の後保存中エントリ解放部４０が該エン）　ＩＪのフラ
グ２２を未使用状態（数値ｆ２）にすると共に、世代管
理コード２４を数値Ｃ６にリセットする。

次に、上記の機構で管理されたディレクトリ及びデータ
の実際の変化の例を、第３図（Ａ）〜（Ｄ）に示す。第
３図（Ａ）において、４２は第１図のフラグ２２に、４
４は世代管理コード２４に、また４６はファイル名２６
及びアロケーションマツプ２８に各々対応する集合であ
る。本図は・５個のエントリＡ−Ｅの内、エントリＢ及
びエントリＤが削除され、保存中状態にあることを示す
。次に・この状態でエンドＩＪＢを復元した結果を第３
図ＯＢ）に示す。また、第３図（Ｃ）？′ｉ、６個目の
ファイル（エントリＦ）を新たに作成する過程で記憶装
置が満杯になった瞬間の状態を示す。この時、最も古い
世代管理コード２４を持つエン）　ＩＪ　Ｂが選択され
、削除しない場合、二次記憶装置１７に再保存された上
で、エン）　ＩＪ　Ｂは解放され、これに伴い、該エン
）　ＩＪ　Ｂに係るデータ領域４８も解放される。この
結果、エントリＦのデータの残りがデータ領域４８に格
納される。第３図（Ｄ）はこの時点の状態を示したもの
である。更に、データの書込が進んで再び記憶装置が満
杯になれば、同様の処理が行われ、エン）　ＩＪ　Ｄ　
（データ領域５０）が割当てられる。なお、削除する場
合、再保存の処理過程は不要であることは勿論である。

（発明の効果） 以上のように、本発明によれば、誤って消去したファイ
ルの内容は、記憶装置が満杯にならない限り必ずディス
ク１６上に保存されており、いつでも復元することがで
きる。更に、記憶装置が満杯だなっても、指定により二
次記憶装置１７に再保存することができる。これによっ
て、操作ミスにより誤ってファイル削除指令を出し、貴
重なデータを失う可能性を、最小限に抑えることが可能
である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明によるエン）　ＩＪの構成図、第２図は
本発明におけるファイル管理方法の概念図、第３図は本
発明の動作説明図、第４図は計算機システムのブロック
図、第５図は補助記憶装置の論理的構造図、第６図と第
７図と第８図と第９因は従来のファイル管理方法の説明
図である。 ２２・・・フラグ、　　２４・・・世代管理コード、３
０・・・空エントリ管理、　　３２・・・データ書込み
、３４・・・保存中エントリ管理、 ３６・・・満杯時処理選択、　　３８・・・再保存、４
０・・・保存中エントリ解放、　　１０２・・・ファイ
ル名、１０４・・・アロケーションマツプ。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）（ａ）中央処理装置と、これにより制御される少
   なくともひとつの補助記憶装置と、 （ｂ）その上のファイルシステムを管理するオペレーテ
   ィングシステムを備えた計算機システムにおいて （ｃ）前記オペレーティングシステムはファイル管理の
   ためのディレクトリを有し、 （ｄ）該ディレクトリがファイル情報を格納するための
   エントリは、エントリ全体の状態を示すフラグと、世代
   管理コードと、ファイル名及び該ファイルが占有するデ
   ータ領域を示すアロケーションマップを有し、 （ｅ）ファイルの削除は、前記フラグを削除フラグとす
   ることによジ行ない、該削除フラグは任意に復元可能な
   ことを特徴とするファイル管理方法。
2. （２）前記オペレーティングシステムは、記憶装置が満
   杯の場合にそのファイルを別の記憶装置に転送して再保
   存を可能とする管理機構を有することを特徴とする特許
   請求の範囲第１項記載のファイル管理方法。