JPH02197938A - 追記型光ディスクディレクトリ復旧方式 - 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、追記型光ディスクディレクトリ復旧方式に関
し、特にディレクトリ一部破壊時の追記型光ディスクへ
のアクセス処理速度を安定に維持するのに好適なディレ
クトリ復旧方式に関するものである。

〔従来の技術〕

従来、大量の文字・画像情報をスキャナよりページ単位
で入力して、追記型光ディスクに記憶させておき、同時
にこの記憶された画像情報ファイルに対応するレコード
（ページ）のデータマツプを定義するファイルヘッダと
、このファイルヘッダを高速に検索するためのディレク
トリを上記光ディスク上に記憶し、このディレクトリを
用いてファイルの高速検索等を行うものとして、追記型
光ディスク用ファイル管理システムがある。

近年、このようなシステムに用いられる追記型光ディス
ク媒体の品質はかなり向上しているが、欠陥セクタをゼ
ロとすることは難しい。この欠陥セクタとしては、媒体
製造時に発生してしまう先天的欠陥のほかに、データ書
込み時、正常であったセクタが経年変化、キズなどによ
り読めなくなるという後天的欠陥がある。これらのうち
先天的欠陥はデータ書込み時に避けられるので１問題は
小さいが、書込み済データが読めなくなる後天的欠陥の
問題は大きい。この後天的欠陥の救済対策としては、光
ディスク媒体に対してセクタごとにＣＲＣ（Ｃｙｃｌｉ
ｃ　Ｒｅｄｕｎｄａｎｃｙ　Ｃｈｅｃｋ）　、　ＥＣＣ
（Ｅｒｒｏｒ　Ｃｏｒｒｅｃｔｉｎｇ　Ｃｏｄｅ）など
のエラー訂正符号をデータに付す方法が一般的に用いら
れ、これにより、エラー率を低下させている。しかし、
エラー訂正符号で全ての場合を救えるわけではないので
、光ディスク媒体上のデータレイアウトを示すような重
要な管理データ、例えばディレクトリが失われた場合、
復旧処理を行わなければ、欠落セクタ中に含まれるファ
イルすべてがアクセスできなくなってしまう。この場合
のディレクトリ復旧処理は、当該ディレクトリに含まれ
る全ファイルヘッダを読出し、ディレクトリ再構築処理
を行うことによりなされる。

なお、関連するディレクトリ管理技術の例としては、本
出願人により先に出願した特願昭６２−２０４１１１号
明細書が挙げられる。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来の復旧処理は、当該ディレクトリに含まれる全
ファイルヘッダを読出し、ディレクトリ再構築処理を行
うことによりなされるが、当該媒体を使用するに先立ち
、毎回当処理が必要になってしまうと、当該媒体が使用
可能になるまで時間がかかりすぎるようになってしまう
という問題点があった。なお、上記のような追記型光デ
ィスク用ファイル管理システムにおいて、重要な管理デ
ータ（例えば、ディレクトリ）を二重化する方法も考え
られるが、二重化した場合でもディレクトリが失われる
ことがあり、ファイルがアクセスできなくなる可能性が
ある。

本発明の目的は、このような従来の問題を解決し、追記
型光ディスク用ファイル管理システムにおいて、ディス
ク上にハード的に復旧不能な欠落ディレクトリの存在す
る光ディスク媒体の次回からのセットアツプ時間の増大
を防止可能な追記型光ディスクディレクトリ復旧方式を
提供することにある。

（課題を解決するための手段〕 上記目的を達成するため、本発明の追記型光ディスクデ
ィレクトリ復旧方式は、ファイル単位で管理されるレコ
ードのマツプを持つファイルヘッダを格納したファイル
ヘッダ領域と、該ファイルヘッダを高速に検索するため
のディレクトリを格納したディレクトリ領域と、ファイ
ルのデータを格納したデータ領域とを有する追記型光デ
ィスクのファイル管理を行う追記型光ディスク用ファイ
ル管理システムにおいて、上記ディレクトリ領域を追記
型光ディスクの書込み／読出しの最少単位であるセクタ
単位と同一サイズのディレクトリブロックに分割構成し
、上記ディレクトリの一部が失われた場合、上記ファイ
ルヘッダからディレクトリブロック単位に失われたディ
レクトリに対応するディレクトリを再構築し、該再構築
したディレクトリを上記ディレクトリ領域の他の未使用
領域に再登録することに特徴がある。

〔作用〕

本発明においては、ディレクトリの一部が失われた場合
、ファイルヘッダがらディレクトリブロック単位に失わ
れたディレクトリに対応するディレクトリを再構築し、
該再構築したディレクトリを光ディスク上のディレクト
リ領域の他の未使用領域に再登録することにより、以降
のアクセスから失われたディレクトリは再構築ディレク
トリを用いることにより、処理速度を低下させることな
くアクセスできる。

〔実施例〕 以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明する
。

第２図は１本発明を適用した追記型光ディスク用ファイ
ル管理システムの構成図である。

第２１ｉ！ｉにおいて、１はシステム全体の制御を行う
ＣＰＵ、２は各装置間のデータ転送用のシステムバス、
３は本システムとオペレータの対話のためのコンソール
、４はシステムディスクコントローラ、５は本システム
を制御するプログラム、データが格納されているシステ
ムディスク（例えば、磁気ディスク装置）、　６はメモ
リ、７は光ディスク用インタフェースである。１０は光
ディスク制御装置で、インタフェースバス９によりＣＰ
ＵＩ側の光ディスクインタフェース７と接続される。

１１は追記型光ディスク媒体（メディア）を駆動する光
ディスク駆動装置である。なお、８をホストシステム、
１２を光ディスクシステムと呼ぶ。１３は通信用インタ
フェースで、光ディスク（媒体）へ格納すべきデータの
受信、光ディスクデータ出力のための送信に用いられる
。本ホストシステム８で光ディスク用データの入出力を
行う場合は、通信用インタフェース１３の代わりに、デ
ータ入力用スキャナインタフェース、データ出力用プリ
ンタインタフェースが必要である。

このような構成のファイル管理システムにおいて、画像
ファイル検索時、光ディスク媒体上のディレクトリを用
いてファイルヘッダを高速に検索し、得られたファイル
ヘッダを基に画像データを検索して必要な画像ファイル
を得、コンソール３の表示部に画像データを表示する。

第３図は、本実施例のディレクトリ構成を示す図である
。これは、光ディスク媒体（以下、メディアという）上
の領域分割（レイアウト）の例を示している。

メディアレイアウトで示されているボリュームラベル領
域はメディアを識別するためのボリュームラベルが格納
され、ファイルヘッダ領域はファイル単位で管理される
レコードのマツプを持つファイルヘッダが格納され、デ
ータ領域はファイルヘッダのレコードマツプでアドレス
されるレコード群が格納される。

ディレクトリ領域は、第３図に示されるように、光ディ
スクの書込み、読出しの最少単位であるセクタ単位と同
一サイズのディレクトリブロックに分割され、ディレク
トリブロックはさらに、ブロックヘッダとＭ個のディレ
クトリエントリとから成る。

ブロックヘッダには、各ディレクトリブロックに先頭よ
りシーケンシャルでメディア中ユニークな番号であるブ
ロックＩＤと、当該ブロックに含まれるファイルヘッダ
群のスタートアドレスとエンドアドレスとが格納される
。この例を第４図に示す。

ディレクトリエントリは各々がファイル１個に対応し、
指定されたファイルが高速に検索できるようにブロック
ヘッダで示されるファイルヘッダ群の範囲内でソートさ
れており、本エントリよりファイルヘッダがアドレスさ
れる。なお、ファイルヘッダはファイル生成類に書込ま
れていく。

第１図は１本発明の一実施例を示す追記型光ディスクデ
ィレクトリ復旧処理のフローチャートである。これは、
第２図のＣＰＵＩによるメディアセットアツプ時の処理
フローを示している。以下、第１図の処理フローに従っ
て本実施例の動作を説明する。また、あるメディアを使
用可能状態にする処理を以下ではマウントと呼ぶものと
する。

まず、マウント処理において、メディア上のディレクト
リをメモリ６または、磁気ディスク装置５にローディン
グすることにより（ステップ１０１）、アクセス時の高
速化を計るが１本処理中復旧不能メディアエラーのディ
レクトリブロックを検出したとき（ステップ１０２，１
０３）、ローディング先テーブルの該当ブロックを空け
ておき、メディアエラーブロックのブロックＩＤを保持
しておく（ステップ１０４）。メディアエラーがない場
合は（ステップ１０３）、ブロックＩＤに対応するロー
ディング先テーブルへディレクトリブロックをセットす
る（ステップ１０５）。このとき、ローディングディレ
クトリのブロックよりが直前のものより小さい時は当該
ブロックは復旧ブロックであるので、ローディング先テ
ーブルの本来の位置にセットし、メディアエラーブロッ
クＩＤを保持リストから削除する。

以上の処理を、ディレクトリ領域の現在の最終ブロック
まで行った後（ステップ１０２）、メディアエラーブロ
ックＩＤが残っていれば（ステップ１０６）、未復旧の
ディレクトリブロックなので、復旧処理（後述第６図参
照）を行う（ステップ１０７）。続いて、他のマウント
処理を実行しくステップ１０８）、処理を終了する。

第６図は、第１図におけるディレクトリブロック復旧処
理の詳細フローチャートである。以下、第６図の処理フ
ローに従って説明する。

まず、当該ブロックの前後のブロック中ブロックヘッダ
のスタートファイルヘッダアドレスおよびエンドファイ
ルヘッダアドレスより、当該ブロックのスタートファイ
ルヘッダアドレス、エンドファイルヘッダアドレスを求
める（ステップ６０１）。　次にスタートファイルヘッ
ダアドレスよりファイルヘッダを読込む（ステップ６０
２）。ファイルヘッダ上の情報より当該ファイルヘッダ
に対応するディレクトリエントリを作成しくステップ６
０４）、　ローディング先テーブル上にセットする。

以上の処理を、エンドファイルヘッダアドレスまで実行
する（ステップ６０３）。次にローディング先ブロック
ヘッダにブロックＩＤ、スタートファイルヘッダアドレ
ス、エンドファイルヘッダアドレスをセットする（ステ
ップ６０５）、続いて、ローディング先に作成した（再
構築した）ディレクトリブロックをメディア上のディレ
クトリ領域の他の未使用領域に書込んで再登録しておく
（ステップ６０６）、この例を第５図に示す。

このように１本実施例においては、ディレクトリの一部
が失われた場合、ファイルヘッダからディレクトリブロ
ック単位に失われたディレクトリに対応するディレクト
リを再構築し、この再構築したディレクトリをディレク
トリ領域の他の未使用領域に再登録することにより、復
旧処理を毎回行う必要がなくなり、また、これ以降のア
クセスで失われたディレクトリは再構築ディレクトリを
用いることにより、処理速度を低下させることなくアク
セスできる。

〔発明の効果〕

以上説明したように１本発明によれば、追記型光ディス
ク用ファイル管理システムにおいて、ディスク上にハー
ド的に復旧不能な欠落ディレクトリの存在する光ディス
ク媒体の次回からのセットアツプ時間の増大を防止でき
るようになる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すディレクトリ復旧処理
のフローチャート、第２図は本発明を適用した追記型光
ディスク用ファイル管理システムの構成図、第３図は本
発明の実施例におけるディレクトリ構成を示す図、第４
図はディレクトリ領域とファイルヘッダ領域のフォーマ
ット例を示す図、第５図はディレクトリブロックの再登
録状態を示す図、第６図は第１図におけるディレクトリ
ブロック復旧処理の詳細フローチャートである。 １：ｃＰＵ、２ニジステムバス、３：コンソール、４ニ
ジステムディスクコントローラ、５ニジステムディスク
、６：メモリ、７：光ディスク用インタフェース、８；
ホストシステム、９：インタフェースバス、１０：光デ
ィスク制御装置、１１：光ディスク駆動装置、１２：光
ディスクシステム。 １３：通信用インタフェース。 ペ １ト

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）ファイル単位で管理されるレコードのマップを持
   つファイルヘッダを格納したファイルヘッダ領域と、該
   ファイルヘッダを高速に検索するためのディレクトリを
   格納したディレクトリ領域と、ファイルのデータを格納
   したデータ領域とを有する追記型光ディスクのファイル
   管理を行う追記型光ディスク用ファイル管理システムに
   おいて、上記ディレクトリ領域を追記型光ディスクの書
   込み／読出しの最少単位であるセクタ単位と同一サイズ
   のディレクトリブロックに分割構成し、上記ディレクト
   リの一部が失われた場合、上記ファイルヘッダからディ
   レクトリブロック単位に失われたディレクトリに対応す
   るディレクトリを再構築し、該再構築したディレクトリ
   を上記ディレクトリ領域の他の未使用領域に再登録する
   ことを特徴とする追記型光ディスクディレクトリ復旧方
   式。