JPS63244243A - フアイルをオープンする方法 - Google Patents
フアイルをオープンする方法Info
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- JPS63244243A JPS63244243A JP63032993A JP3299388A JPS63244243A JP S63244243 A JPS63244243 A JP S63244243A JP 63032993 A JP63032993 A JP 63032993A JP 3299388 A JP3299388 A JP 3299388A JP S63244243 A JPS63244243 A JP S63244243A
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- 102100038804 FK506-binding protein-like Human genes 0.000 description 2
- 101001031402 Homo sapiens FK506-binding protein-like Proteins 0.000 description 2
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- 238000006467 substitution reaction Methods 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
-
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- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9017—Indexing; Data structures therefor; Storage structures using directory or table look-up
- G06F16/902—Indexing; Data structures therefor; Storage structures using directory or table look-up using more than one table in sequence, i.e. systems with three or more layers
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
A、産業上の利用分野
この発明はデータ処理の分野に関し、具体的1こはパス
名で識別されるディスク・ファイルを迅速にオープンす
る方法に関する。
名で識別されるディスク・ファイルを迅速にオープンす
る方法に関する。
B、従来技術
本発明は、IBMパーソナル・コンピュータなどのハー
ドウェアがディスク・オペレーティング・システム(D
O8)のもとで作動し、かつファイルが木構造ディレク
トリとパス名によって固定ディスク上に記憶される形式
の、周知の市販のシステムにたいする改良として設計さ
れている。情報はシリンダとセクタの所定のパターンに
従ってディスクに記憶される。各セクタは所定の数のバ
イトを含む。所期のセクタにアクセスするには、まず所
期のセクタに到達するまでディスクを回転させてヘッド
を通過させ、ヘッドを所期のセクタを含むシリンダに移
動させなければならず、次いでセクタを読み取り、その
内容をバッファに入れる。
ドウェアがディスク・オペレーティング・システム(D
O8)のもとで作動し、かつファイルが木構造ディレク
トリとパス名によって固定ディスク上に記憶される形式
の、周知の市販のシステムにたいする改良として設計さ
れている。情報はシリンダとセクタの所定のパターンに
従ってディスクに記憶される。各セクタは所定の数のバ
イトを含む。所期のセクタにアクセスするには、まず所
期のセクタに到達するまでディスクを回転させてヘッド
を通過させ、ヘッドを所期のセクタを含むシリンダに移
動させなければならず、次いでセクタを読み取り、その
内容をバッファに入れる。
ディスク上のデータにアクセスするのに必要な合計時間
を考えると、ヘッドの物理的な移動の間に主な遅延が発
生する。あるアプリケーションで大量の物理的入出力動
作が必要な場合、ヘッドの移動をできるだけ減少させる
のが望ましい。
を考えると、ヘッドの物理的な移動の間に主な遅延が発
生する。あるアプリケーションで大量の物理的入出力動
作が必要な場合、ヘッドの移動をできるだけ減少させる
のが望ましい。
ファイルはセクタのクラスタとしてディスクに記憶され
る。各クラスタは所定の数のセクタを含む。各クラスタ
はそれぞれ異なる一義的な開始アドレスをもつ。ディス
ク上のファイルの位置は、ディスクに記憶されているフ
ァイル割振りテーブル(FAT)を用いて追跡される。
る。各クラスタは所定の数のセクタを含む。各クラスタ
はそれぞれ異なる一義的な開始アドレスをもつ。ディス
ク上のファイルの位置は、ディスクに記憶されているフ
ァイル割振りテーブル(FAT)を用いて追跡される。
FATの各位置は、異なるクラスタに関連し、ファイル
に関連したクラスタが他にはないことを示す項目、また
はファイルの次のクラスタを指す項目を含む。小さいフ
ァイルは1つのクラスタに含まれる。長いファイルは、
互いに連鎖された複数のクラスタに含まれる。
に関連したクラスタが他にはないことを示す項目、また
はファイルの次のクラスタを指す項目を含む。小さいフ
ァイルは1つのクラスタに含まれる。長いファイルは、
互いに連鎖された複数のクラスタに含まれる。
ファイルは木構造ディレクトリを用いて探し出される。
各ディスクはルート・ディレクトリ、多くのサブディレ
クトリおよび多数のファイルを含む。所与のファイルは
、ルート・ディレクトリといくつかのサブディレクトリ
を通過するパスの最後にある場合がある。各ディレクト
リは、追加ディレクトリとファイルの項目を含む。特定
のファイルはドライブ、パスおよびファイル名を指定す
ることにより識別できる。たとえば、C:/DIR1/
D I R2/F I LE 1は、DIRIのサブデ
ィレクトリでそこにリストされているディレクトリDI
R2にリストされているファイル名FILE1を識別す
る。DIRlはドライブCのルート・ディレクトリのサ
ブディレクトリであり、そこにリストされている。
クトリおよび多数のファイルを含む。所与のファイルは
、ルート・ディレクトリといくつかのサブディレクトリ
を通過するパスの最後にある場合がある。各ディレクト
リは、追加ディレクトリとファイルの項目を含む。特定
のファイルはドライブ、パスおよびファイル名を指定す
ることにより識別できる。たとえば、C:/DIR1/
D I R2/F I LE 1は、DIRIのサブデ
ィレクトリでそこにリストされているディレクトリDI
R2にリストされているファイル名FILE1を識別す
る。DIRlはドライブCのルート・ディレクトリのサ
ブディレクトリであり、そこにリストされている。
C0発明が解決しようとする問題点
ファイルがオープンされると、ドライブにアクセスして
、バスで指定されたすべてのディレクトリを探索し、フ
ァイル名の項目を含むディレクトリを見つけ出す必要が
ある。こうしたディレクトリ中で、所期のものが見つか
るまで、すべての項目とファイル名が探索される。ある
ファイルが今までにオープンされたことがない場合、そ
の項目はないのでファイルを使用する前に項目を作成し
なければならない。そのファイルが以前にオープンされ
ていれば、ファイル名がリストされているディレクトリ
の項目は、そのファイルが始まるクラスタに対応するF
ATの指標である項目を含んでいる。こうしたオープン
処理中に、ルート・ディレクトリと各サブディレクトリ
にアクセスし、ファイル名の長いリストを探索するため
に、物理的入出力動作を行なわなければならない。アプ
リケーションによっては、同じファイルが所定のプログ
ラムの実行中に何度もオープンされ、オープンごとに大
量の物理的入出力動作を伴うので、比較的大量の時間が
失われる。本発明は、ファイルを迅速にオー・プンし、
オープン処理に関連する物理的入出力動作の量を減少さ
せる方法を提供することによって、従来技術のファイル
・オープンの方法を改良するよう設計されている。
、バスで指定されたすべてのディレクトリを探索し、フ
ァイル名の項目を含むディレクトリを見つけ出す必要が
ある。こうしたディレクトリ中で、所期のものが見つか
るまで、すべての項目とファイル名が探索される。ある
ファイルが今までにオープンされたことがない場合、そ
の項目はないのでファイルを使用する前に項目を作成し
なければならない。そのファイルが以前にオープンされ
ていれば、ファイル名がリストされているディレクトリ
の項目は、そのファイルが始まるクラスタに対応するF
ATの指標である項目を含んでいる。こうしたオープン
処理中に、ルート・ディレクトリと各サブディレクトリ
にアクセスし、ファイル名の長いリストを探索するため
に、物理的入出力動作を行なわなければならない。アプ
リケーションによっては、同じファイルが所定のプログ
ラムの実行中に何度もオープンされ、オープンごとに大
量の物理的入出力動作を伴うので、比較的大量の時間が
失われる。本発明は、ファイルを迅速にオー・プンし、
オープン処理に関連する物理的入出力動作の量を減少さ
せる方法を提供することによって、従来技術のファイル
・オープンの方法を改良するよう設計されている。
本発明の目的の1つは、少なくとも1度オープンされた
後のファイルを迅速にオープンする方法を提供すること
である。
後のファイルを迅速にオープンする方法を提供すること
である。
D0問題点を解決するための手段
簡単に言えば、上記の目的を達成するための方法は、キ
ャッシュおよび主メモリ中にファイル使用の活動記録を
作成し維持することである。ディレクトリまたはファイ
ルがアクセスされる度に、その活動記録が検査され、オ
ープンに必要な情報がキャッシニ内にある場合、物理入
出力動作を伴うディレクトリやファイル名のツリ一式探
索を行なわず、それを直接使用する。キャッシュおよび
主メモリを維持することにより、こうした情報はディス
クの物理入出力動作に関連する低速度ではなく、主メモ
リの高速度でアクセスされる。
ャッシュおよび主メモリ中にファイル使用の活動記録を
作成し維持することである。ディレクトリまたはファイ
ルがアクセスされる度に、その活動記録が検査され、オ
ープンに必要な情報がキャッシニ内にある場合、物理入
出力動作を伴うディレクトリやファイル名のツリ一式探
索を行なわず、それを直接使用する。キャッシュおよび
主メモリを維持することにより、こうした情報はディス
クの物理入出力動作に関連する低速度ではなく、主メモ
リの高速度でアクセスされる。
E、実施例
図面を参照する。最初に第1図を参照すると、18Mパ
ーソナル・コンピュータATなどのデータ処理システム
10は、バス14を介して主メモリ16とディスク制御
装置18に接続されたプロセッサ12を含んでいる。制
御装置18はディスク・ドライブ20に接続され、ディ
スク・ドライブ・20は情報のビットを記録する通常の
記憶媒体をもつディスク22を備える。システム10の
動作中に、DO8手順24が主メモリ16にロードされ
、主にディスク22上の情報に対するアクセスを制御す
るのに使用される。DO8にはシステム・バッファ26
が関連し、システム・バッファ26中にまたはそれを介
して情報が従来の方式でディスク22と主メモリ16の
間を転送される。
ーソナル・コンピュータATなどのデータ処理システム
10は、バス14を介して主メモリ16とディスク制御
装置18に接続されたプロセッサ12を含んでいる。制
御装置18はディスク・ドライブ20に接続され、ディ
スク・ドライブ・20は情報のビットを記録する通常の
記憶媒体をもつディスク22を備える。システム10の
動作中に、DO8手順24が主メモリ16にロードされ
、主にディスク22上の情報に対するアクセスを制御す
るのに使用される。DO8にはシステム・バッファ26
が関連し、システム・バッファ26中にまたはそれを介
して情報が従来の方式でディスク22と主メモリ16の
間を転送される。
FASTOPEN28という名の1組9手順も主メモリ
16にロードされそこに常駐する。FASTOPEN手
順28は、FASTOPENキャッシュ30の動作と関
連している。その詳細については以下で説明する。シス
テムに複数のドライブがある場合、各ドライブに1個づ
つ複数のキャッシュ30がある。ディスク22はファイ
ル割振りテーブル(FAT)32とルート・ディレクト
リ34を含むようにフォーマットされる。FILElと
いう名のファイル40がDIR2という名のサブディレ
クト°す38内に配置されているファイル構造の見本も
第1図に示されている。DIR2はDIRIという名の
サブディレクトリ36のサブディレクトリであり、DI
Rlはルート・ディレクトリ34のサブディレクトリで
ある。FASTOPEN手順28を導入しない場合、シ
ステムは従来の周知の方式で動作する。FASTOPE
N28は、以下に説明する様々な変数を初期設定し、そ
の後終了させるかまたは必要に応じて利用できるよう主
メモリ16内に常駐させることによって導入される。
16にロードされそこに常駐する。FASTOPEN手
順28は、FASTOPENキャッシュ30の動作と関
連している。その詳細については以下で説明する。シス
テムに複数のドライブがある場合、各ドライブに1個づ
つ複数のキャッシュ30がある。ディスク22はファイ
ル割振りテーブル(FAT)32とルート・ディレクト
リ34を含むようにフォーマットされる。FILElと
いう名のファイル40がDIR2という名のサブディレ
クト°す38内に配置されているファイル構造の見本も
第1図に示されている。DIR2はDIRIという名の
サブディレクトリ36のサブディレクトリであり、DI
Rlはルート・ディレクトリ34のサブディレクトリで
ある。FASTOPEN手順28を導入しない場合、シ
ステムは従来の周知の方式で動作する。FASTOPE
N28は、以下に説明する様々な変数を初期設定し、そ
の後終了させるかまたは必要に応じて利用できるよう主
メモリ16内に常駐させることによって導入される。
前に指摘したように、システムには各ディスク・ドライ
ブごとに1個のキャッシュ30がある。各キャッシュは
、ドライブ・キャッシュ・ヘッダとして知られている情
報ブロックを含む。こうしたヘッダは様々なフィールド
を含む。それらの意味を第1表に示す。
ブごとに1個のキャッシュ30がある。各キャッシュは
、ドライブ・キャッシュ・ヘッダとして知られている情
報ブロックを含む。こうしたヘッダは様々なフィールド
を含む。それらの意味を第1表に示す。
第1表 ドライブ・キャッシュ・ヘッダフィールド
意味 1 ドライブのLRU連鎖のヘッダ 2 LRU連鎖の最後の項目にたいするオフセット 3 項目連鎖の最初の子を指すポインタ4 次のドライ
ブ・キャッシュ・ヘッダをt旨すポインタ 5 ドライブID 各キャッシュ30内には、それぞれ第2表に示す情報の
フィールドを含む数個のディレクトリとファイル項目も
ある。これらの項目は連鎖データ構造を形成する。それ
については後でより詳細に説明する。キャッシュ30の
サイズは、システムの省略値によって選ばれる所期の項
目の数またはユーザが選定する項目の数によって決まる
。通常、ユーザが選択する数は、ドライブ中のパス項目
の最も深いネスティングより大きくなるはずである。
意味 1 ドライブのLRU連鎖のヘッダ 2 LRU連鎖の最後の項目にたいするオフセット 3 項目連鎖の最初の子を指すポインタ4 次のドライ
ブ・キャッシュ・ヘッダをt旨すポインタ 5 ドライブID 各キャッシュ30内には、それぞれ第2表に示す情報の
フィールドを含む数個のディレクトリとファイル項目も
ある。これらの項目は連鎖データ構造を形成する。それ
については後でより詳細に説明する。キャッシュ30の
サイズは、システムの省略値によって選ばれる所期の項
目の数またはユーザが選定する項目の数によって決まる
。通常、ユーザが選択する数は、ドライブ中のパス項目
の最も深いネスティングより大きくなるはずである。
第2表 項目
フィールド 意味
1 次のLRU項目を指すポインタ
2 次のMRU項目を指すポインタ
3 子を指すポインタ
4 兄弟を指すポインタ
5 先行ノードを指すポインタ
6 ディレクトリ/ファイル情報
容易に理解できるように、キャッシュ30が項目で一杯
で新しい項目の追加が必要なとき、新しい項目がキャッ
シュのLRU項目と置き換えられるような方式で、項目
は連鎖状に維持される。すなわち、フィールド1と2を
使って、LRU、MRU(最も最近使用された)I!念
にしたがって項目を連鎖させる。項目はオープンされた
各ファイルとこうしたファイルへのパスに含まれる各サ
ブディレ、クトリに対して追加される。同じサブディレ
クトリ内の2つのファイル、ディレクトリまたはその組
合せは、同じレベルにあると考えられ「兄弟」と呼ばれ
る。別のサブディレクトリまたはファイルのサブディレ
クトリである項目は「子」と呼ばれる。探索のために、
キャッシュ内の項目は、ポインタ・フィールド3ないし
5を介して木構造に配列される。フィールド6は、ディ
スク媒体に含まれる通常のディレクトリ項目に関連する
情報を含む。ただし、この情報は名前項目のフィールド
6に挿入され、したがって主メモリ中に常駐している。
で新しい項目の追加が必要なとき、新しい項目がキャッ
シュのLRU項目と置き換えられるような方式で、項目
は連鎖状に維持される。すなわち、フィールド1と2を
使って、LRU、MRU(最も最近使用された)I!念
にしたがって項目を連鎖させる。項目はオープンされた
各ファイルとこうしたファイルへのパスに含まれる各サ
ブディレ、クトリに対して追加される。同じサブディレ
クトリ内の2つのファイル、ディレクトリまたはその組
合せは、同じレベルにあると考えられ「兄弟」と呼ばれ
る。別のサブディレクトリまたはファイルのサブディレ
クトリである項目は「子」と呼ばれる。探索のために、
キャッシュ内の項目は、ポインタ・フィールド3ないし
5を介して木構造に配列される。フィールド6は、ディ
スク媒体に含まれる通常のディレクトリ項目に関連する
情報を含む。ただし、この情報は名前項目のフィールド
6に挿入され、したがって主メモリ中に常駐している。
したがって、キャッシュ30内に対応する項目があるフ
ァイルをオープンする必要があるとき、こうした情報に
迅速にアクセスできる。
ァイルをオープンする必要があるとき、こうした情報に
迅速にアクセスできる。
ファイルに関する情報は、ファイル名と拡張子、属性、
最後の書込み時間、最後の書込み日、ファイル内の最初
のクラスタおよびファイルのサイズである。
最後の書込み時間、最後の書込み日、ファイル内の最初
のクラスタおよびファイルのサイズである。
第2図を参照すると、アプリケーション・プログラムま
たはユーザ・プログラムがファイルをオープンしようと
するとき、ファイルをオープンするための周知のDO8
呼出し割込み2LHが使用される。この呼出しは、DO
824に送られる。最初の決定はもちろんFASTOP
ENが導入されているかどうかを決定することであり、
これはステップ52で行なわれる。導入されていない場
合、手順はディスクにアクセスする従来技術のステップ
54にしたがって進み、通常の方式で各サブディレクト
リとファイルを探し出し、その後にステップ56でユー
ザ・プログラムまたはアプリケーション・プログラムに
戻る。FASTOPENが導入されている場合、後によ
り詳細に説明するようにステップ58で要求をルックア
ップする。処理中に誤りが発生した場合、ステップ60
から54に分岐し、従来技術の処理にしたがって処理が
行なわれる。誤りがない場合、ステップ62でそのバス
が一部分見つかったか、それとも全部見つかったかを決
定する。一部分見つかったのではない場合、すなわち、
バスとファイル名が全部見つかった場合、ステップ54
でもたらされるのと同じ情報がステップ56でユーザに
戻される。情報が部分的にしか見つからなかった場合、
情報が見つかった点からステップ64が始まり、ディス
クにアクセスしてバスとファイル名の残りの部分を探し
出す。ステップ66で各部分が挿入され、ステップ68
でバスの終りすなわちファイル名に達するまでステップ
64から処理を繰り返す。終りに達した時点で適切な情
報がユーザに戻される。
たはユーザ・プログラムがファイルをオープンしようと
するとき、ファイルをオープンするための周知のDO8
呼出し割込み2LHが使用される。この呼出しは、DO
824に送られる。最初の決定はもちろんFASTOP
ENが導入されているかどうかを決定することであり、
これはステップ52で行なわれる。導入されていない場
合、手順はディスクにアクセスする従来技術のステップ
54にしたがって進み、通常の方式で各サブディレクト
リとファイルを探し出し、その後にステップ56でユー
ザ・プログラムまたはアプリケーション・プログラムに
戻る。FASTOPENが導入されている場合、後によ
り詳細に説明するようにステップ58で要求をルックア
ップする。処理中に誤りが発生した場合、ステップ60
から54に分岐し、従来技術の処理にしたがって処理が
行なわれる。誤りがない場合、ステップ62でそのバス
が一部分見つかったか、それとも全部見つかったかを決
定する。一部分見つかったのではない場合、すなわち、
バスとファイル名が全部見つかった場合、ステップ54
でもたらされるのと同じ情報がステップ56でユーザに
戻される。情報が部分的にしか見つからなかった場合、
情報が見つかった点からステップ64が始まり、ディス
クにアクセスしてバスとファイル名の残りの部分を探し
出す。ステップ66で各部分が挿入され、ステップ68
でバスの終りすなわちファイル名に達するまでステップ
64から処理を繰り返す。終りに達した時点で適切な情
報がユーザに戻される。
第3図を参照すると、手順の中心部分は「メイン」手順
と呼ばれ、これを使って、4つのサブ手順のどれを使う
かを決定する。サブ手順はそ訃ぞれ「ルックアップ」、
「挿入」、「削除」および「更新」と呼ばれる。これら
の異なるサブ手順は、たとえば、プロセッサ・レジスタ
の1つに対応する異なる数字を挿入して呼び出せる。い
ずれにせよ、ステップ70でそれがルックアップ動作か
どうかを決定し、ステップ72,7415よび76でも
同様にそれぞれ挿入、削除または更新動作であるかどう
かを決定する。これらの動作がどれも呼び出されない場
合、誤り信号が戻される。次にこれらの様々なサブ手順
について、それぞれの図面に関して説明する。
と呼ばれ、これを使って、4つのサブ手順のどれを使う
かを決定する。サブ手順はそ訃ぞれ「ルックアップ」、
「挿入」、「削除」および「更新」と呼ばれる。これら
の異なるサブ手順は、たとえば、プロセッサ・レジスタ
の1つに対応する異なる数字を挿入して呼び出せる。い
ずれにせよ、ステップ70でそれがルックアップ動作か
どうかを決定し、ステップ72,7415よび76でも
同様にそれぞれ挿入、削除または更新動作であるかどう
かを決定する。これらの動作がどれも呼び出されない場
合、誤り信号が戻される。次にこれらの様々なサブ手順
について、それぞれの図面に関して説明する。
第4図を参照すると、ルックアップ手順にしたがって、
ステップ78でまず要求されたドライブに関連するキャ
ッシュ30を突き止める。次いでステップ80で、事前
LRUスタックからLRU連鎖を設定する。このスタッ
クはLRU連鎖を維持しながら木構造のサブディレクト
リを保持するのに使われる論理スタックである。次に、
ステップ82でループが始まる。このループ内では、現
在のノードがポインタであり、それは最初ドライブ・ヘ
ラ2を指すように設定され、その後現ノード項目を指す
ように設定される。現兄弟はゼロに設定され、ディレク
トリまたはファイル名を得る。
ステップ78でまず要求されたドライブに関連するキャ
ッシュ30を突き止める。次いでステップ80で、事前
LRUスタックからLRU連鎖を設定する。このスタッ
クはLRU連鎖を維持しながら木構造のサブディレクト
リを保持するのに使われる論理スタックである。次に、
ステップ82でループが始まる。このループ内では、現
在のノードがポインタであり、それは最初ドライブ・ヘ
ラ2を指すように設定され、その後現ノード項目を指す
ように設定される。現兄弟はゼロに設定され、ディレク
トリまたはファイル名を得る。
ASCII値ゼロに出会うことによってバスの終りすな
わちファイル名が決定される。そのためステップ84で
それに達したかどうかを決定する。
わちファイル名が決定される。そのためステップ84で
それに達したかどうかを決定する。
達していないのが探索が最初に始まるとき通常の例であ
るが、その場合、ステップ86で、現項目からの子を指
すポインタを使って、現ノードから子項口を見つける。
るが、その場合、ステップ86で、現項目からの子を指
すポインタを使って、現ノードから子項口を見つける。
ステップ88でもっと子があるかどうか、すなわち、そ
の項目がシーケンス中の最後の子かどうかを調べる。こ
のことは子フィールドのマイナス1によって示される。
の項目がシーケンス中の最後の子かどうかを調べる。こ
のことは子フィールドのマイナス1によって示される。
次に所望の名前が子のファイル名と比較される。ステッ
プ80でこの比較が一致した場合、ステップ92で事前
LRUスタックを作成し、そのスタックに現ノード・ア
ドレスを保管し、分岐してステップ82に戻る。ファイ
ル名が見つかるまでこの処理が継続される。ファイル名
が見つかると、ステップ84からステップ94に進み、
見つかったレコードまたは情報がDoSに戻される。ス
テップ90で不一致の判定が出た場合、ステップ98で
兄第フィールドを指すポインタを調べて、それ以上兄第
が残らなくなるまでステップ98.90.98を通るル
ープを継続する。兄第が残らなくなった時点で、ステッ
プ94でDoSに戻る。DoSに戻ると、FASTOP
ENはDoSによってもたらされたバス/ファイル名中
で見つかったディレクトリまたはファイル名を指すポイ
ンタを設定する。DoSはそのポインタを調べて、パス
全体が見つかったか、それともパスの一部分しか見つか
っていないか、または何も見つかっていないかを決定す
る。
プ80でこの比較が一致した場合、ステップ92で事前
LRUスタックを作成し、そのスタックに現ノード・ア
ドレスを保管し、分岐してステップ82に戻る。ファイ
ル名が見つかるまでこの処理が継続される。ファイル名
が見つかると、ステップ84からステップ94に進み、
見つかったレコードまたは情報がDoSに戻される。ス
テップ90で不一致の判定が出た場合、ステップ98で
兄第フィールドを指すポインタを調べて、それ以上兄第
が残らなくなるまでステップ98.90.98を通るル
ープを継続する。兄第が残らなくなった時点で、ステッ
プ94でDoSに戻る。DoSに戻ると、FASTOP
ENはDoSによってもたらされたバス/ファイル名中
で見つかったディレクトリまたはファイル名を指すポイ
ンタを設定する。DoSはそのポインタを調べて、パス
全体が見つかったか、それともパスの一部分しか見つか
っていないか、または何も見つかっていないかを決定す
る。
まだ兄第がある場合、ステップ96で現ノード・ポイン
タを現兄第に設定する。
タを現兄第に設定する。
第5図を参照すると、挿入手順の目的は、現ノードと現
兄第情報に基づいて、キャッシュ内の項目としてディレ
クトリまたはファイル情報を挿入することである。ステ
ップ102で入力から名前レコード項目を作成し、ステ
ップ104で使用できる次の項目を獲得する。キャッシ
ュが一杯になるまで、新しい項目が空いている記憶位置
に単純に入れられる。キャッシュが一杯になると、LR
Uリストに基づく最も前に使用された項目が次の使用可
能な項目になり、新しい項目で置き換えられる。ステッ
プ106で、事前LRUスタックを空になるまでクリア
する。現兄第ポインタがゼロである場合、ステップ11
0で新しい項目が、現ノードの下に子として導入され、
ステップ112でこうしたノードを事前LRUスタック
中に記録する。
兄第情報に基づいて、キャッシュ内の項目としてディレ
クトリまたはファイル情報を挿入することである。ステ
ップ102で入力から名前レコード項目を作成し、ステ
ップ104で使用できる次の項目を獲得する。キャッシ
ュが一杯になるまで、新しい項目が空いている記憶位置
に単純に入れられる。キャッシュが一杯になると、LR
Uリストに基づく最も前に使用された項目が次の使用可
能な項目になり、新しい項目で置き換えられる。ステッ
プ106で、事前LRUスタックを空になるまでクリア
する。現兄第ポインタがゼロである場合、ステップ11
0で新しい項目が、現ノードの下に子として導入され、
ステップ112でこうしたノードを事前LRUスタック
中に記録する。
ステップ108で現兄第ポインタがゼロでない場合、ス
テップ114で現ノードの兄第として新しい項目を導入
する。
テップ114で現ノードの兄第として新しい項目を導入
する。
第6図と第7図を参照すると、アプリケージロン・プロ
グラムまたはユーザ・プログラムが特定のファイルの削
除を要求すると、ある手順では通常の方式でディスクの
ファイルを削除するだけでなく、キャッシュ内の対応す
る項目も削除する。
グラムまたはユーザ・プログラムが特定のファイルの削
除を要求すると、ある手順では通常の方式でディスクの
ファイルを削除するだけでなく、キャッシュ内の対応す
る項目も削除する。
すなわち、ステップ116でのユーザ要求に応答して、
処理はDO824を通過し、ステップ118でFAST
OPENが導入されているかどうかを決定する。導入さ
れていない場合、ステップ122でディスクにアクセス
して、ファイルを削除し、その後ステップ124でユー
ザ・プログラムに戻る。FASTOPENが導入されて
いると、ステップ120で削除を要求する。こうした要
求に応じて、ステップ12θでキャッシュを探索し、対
応する項目があるかどうかを決定する。項目がない場合
、単にこの手順から出る。項目が見つかった場合、ステ
ップ132でそれが木構造のLRU連鎖から取り除かれ
、その特定の項目がLRU連鎖のトップに置かれ、新し
い項目がそれを使用できるようになる。ファイル項目が
まず削除され、次いで、子ポインタまたは兄第ポインタ
を含まない親ディレクトリが削除される。
処理はDO824を通過し、ステップ118でFAST
OPENが導入されているかどうかを決定する。導入さ
れていない場合、ステップ122でディスクにアクセス
して、ファイルを削除し、その後ステップ124でユー
ザ・プログラムに戻る。FASTOPENが導入されて
いると、ステップ120で削除を要求する。こうした要
求に応じて、ステップ12θでキャッシュを探索し、対
応する項目があるかどうかを決定する。項目がない場合
、単にこの手順から出る。項目が見つかった場合、ステ
ップ132でそれが木構造のLRU連鎖から取り除かれ
、その特定の項目がLRU連鎖のトップに置かれ、新し
い項目がそれを使用できるようになる。ファイル項目が
まず削除され、次いで、子ポインタまたは兄第ポインタ
を含まない親ディレクトリが削除される。
第8図と第9図を参照すると、いくつかの機能がFAS
TOPEN手順に組み込まれている。これらの機能は、
DoSが提供する機能に付随するある種の機能を実行す
るためにDoSが直接呼び出せる。DoSの要求はファ
イルをクローズしたり、ファイルにゼロ・バイトを書き
込んだり、ノードを作成する機能に付随するものである
。ステップ142.144および146でそれぞれこう
した機能が要求されているかどうかを決定し、更新ステ
ップ134ないし140に分岐する。ステップ138な
いし140の結果がイエスであれば、それぞれディレク
トリ項目を更新し、ファイルに関連するクラスタ番号を
更新し、項目を削除する。
TOPEN手順に組み込まれている。これらの機能は、
DoSが提供する機能に付随するある種の機能を実行す
るためにDoSが直接呼び出せる。DoSの要求はファ
イルをクローズしたり、ファイルにゼロ・バイトを書き
込んだり、ノードを作成する機能に付随するものである
。ステップ142.144および146でそれぞれこう
した機能が要求されているかどうかを決定し、更新ステ
ップ134ないし140に分岐する。ステップ138な
いし140の結果がイエスであれば、それぞれディレク
トリ項目を更新し、ファイルに関連するクラスタ番号を
更新し、項目を削除する。
以上の説明は、事前LRUに関するものであった。次に
LRUスタックに関して説明する。どちらも、項目内で
LRUポインタとMRUポインタを使用するものである
。処理があるバスを通過するとき、ルート・ディレクト
リからサブディレクトリを通過してファイル名に達し、
様々なメートがアクセスされる順序に従って事前LRU
スタックが作られる。すなわち、C:/DIRI/DI
R2/F I LE 1によってアクセスまたは指定さ
れるファイルの例では、項目の順序はルート・ディレク
トリ、DIRI、DIR2およびFILEIである。こ
の順序では、ルート・ディレクトリが最も前に使用され
た項目になり、こうしたLRU項目を置換のために削除
しなければならないとすれば、残りの項目に対するアク
セスが打ち切られるという問題が生じる。この問題は、
パスがセットアツプされると、ファイル名がLRU項目
となるように、すなわち最初に置換されるのが親ディレ
クトリではなくファイル名となるようなLRUスタック
が作成されるように、事前LRUスタックを使って、項
目の順序をつけ直すことで回避できる。
LRUスタックに関して説明する。どちらも、項目内で
LRUポインタとMRUポインタを使用するものである
。処理があるバスを通過するとき、ルート・ディレクト
リからサブディレクトリを通過してファイル名に達し、
様々なメートがアクセスされる順序に従って事前LRU
スタックが作られる。すなわち、C:/DIRI/DI
R2/F I LE 1によってアクセスまたは指定さ
れるファイルの例では、項目の順序はルート・ディレク
トリ、DIRI、DIR2およびFILEIである。こ
の順序では、ルート・ディレクトリが最も前に使用され
た項目になり、こうしたLRU項目を置換のために削除
しなければならないとすれば、残りの項目に対するアク
セスが打ち切られるという問題が生じる。この問題は、
パスがセットアツプされると、ファイル名がLRU項目
となるように、すなわち最初に置換されるのが親ディレ
クトリではなくファイル名となるようなLRUスタック
が作成されるように、事前LRUスタックを使って、項
目の順序をつけ直すことで回避できる。
F0発明の効果
本発明によれば、主メモリ中のキャッシュを利用してフ
ァイルをオープンできるので、ディスク・アクセスに要
する時間を節約することができる。
ァイルをオープンできるので、ディスク・アクセスに要
する時間を節約することができる。
第1図は本発明に関する方法が実行される環境を一般的
に示した概略ブロック図である。 第2図はユーザの要求に応じて行なわれる本発明の一般
的ステップの流れ図である。 第3図はメイン手順から様々なサブ手順を選択する流れ
図である。 第4図はルックアップ手順の流れ図である。 第5図は挿入手順の流れ図である。 第6図は削除要求手順の流れ図である。 第7図は削除手順の流れ図である。 第8図は更新手順の流れ図である。 第9図はDO8がどのようにして本発明の特定の手順を
呼び出せるかを示す流れ図である。 10・・・・データ処理システム、12・・・・プロセ
ッサ、14・・・・バス、16・・・・主メモリ、18
・・・・ディスク制御装置、22・・・・ディスク、2
4・・・・DO8手順、28・・・・FASTOPEN
手順、30・・・・FASTOPENキャッシュ、32
・・・・ファイル割振りテーブル(FAT)、34・・
・・ルート・ディレクトリ、3B、38・・・・サブデ
ィレクトリ。 鉄つ 忙の穢賭の該受
に示した概略ブロック図である。 第2図はユーザの要求に応じて行なわれる本発明の一般
的ステップの流れ図である。 第3図はメイン手順から様々なサブ手順を選択する流れ
図である。 第4図はルックアップ手順の流れ図である。 第5図は挿入手順の流れ図である。 第6図は削除要求手順の流れ図である。 第7図は削除手順の流れ図である。 第8図は更新手順の流れ図である。 第9図はDO8がどのようにして本発明の特定の手順を
呼び出せるかを示す流れ図である。 10・・・・データ処理システム、12・・・・プロセ
ッサ、14・・・・バス、16・・・・主メモリ、18
・・・・ディスク制御装置、22・・・・ディスク、2
4・・・・DO8手順、28・・・・FASTOPEN
手順、30・・・・FASTOPENキャッシュ、32
・・・・ファイル割振りテーブル(FAT)、34・・
・・ルート・ディレクトリ、3B、38・・・・サブデ
ィレクトリ。 鉄つ 忙の穢賭の該受
Claims (1)
- 木構造のディレクトリおよびファイルを含むデータ処理
システムにおいて、ディスクに記録されていて前にオー
プンされたが今はクローズされているファイルを迅速に
オープンする方法にして、前記ファイルが最初にオープ
ンされた時に、前記データ処理システムの主メモリにお
いて、前記ファイルおよび該ファイルへのパスにある各
ディレクトリを識別する複数の連鎖項目を含むキャッシ
ュを作成し、その際前記ファイルのための項目には前記
ディスクから読取られかつ前記ファイルが前記ディスク
のどこに記録されているかを識別する情報を含ませてお
き、前記ファイルをオープンする要求に応答して、前記
キャッシュ中の前記連鎖項目を探索することにより前記
情報をアクセスすることを特徴とするファイルをオープ
ンする方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US07/032,210 US5008820A (en) | 1987-03-30 | 1987-03-30 | Method of rapidly opening disk files identified by path names |
US032210 | 1987-03-30 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS63244243A true JPS63244243A (ja) | 1988-10-11 |
JPH0519175B2 JPH0519175B2 (ja) | 1993-03-16 |
Family
ID=21863700
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63032993A Granted JPS63244243A (ja) | 1987-03-30 | 1988-02-17 | フアイルをオープンする方法 |
Country Status (19)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US5008820A (ja) |
EP (1) | EP0284664B1 (ja) |
JP (1) | JPS63244243A (ja) |
KR (1) | KR940005775B1 (ja) |
CN (1) | CN1020014C (ja) |
AT (1) | ATE78943T1 (ja) |
BE (1) | BE1001068A4 (ja) |
BR (1) | BR8801438A (ja) |
CA (1) | CA1303747C (ja) |
DE (2) | DE3780807T2 (ja) |
ES (1) | ES2033786T3 (ja) |
FR (1) | FR2613505A1 (ja) |
GB (1) | GB2204161B (ja) |
GR (1) | GR3005888T3 (ja) |
HK (1) | HK33892A (ja) |
IT (1) | IT8819948A0 (ja) |
MY (1) | MY103353A (ja) |
PH (1) | PH27427A (ja) |
SG (1) | SG5292G (ja) |
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- 1987-12-23 DE DE19873743890 patent/DE3743890A1/de active Granted
-
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