JPH0254327A - ディスクデータの管理方式 - 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、ディスクデータの管理方式に係り、特に近年
その大容量性、アクセススピード、データ転送速度の速
さなどからプログラムソフトなどのコンピュータデータ
だけでなく、画像データや音楽データ等各種データの記
録媒体として注目されている追記型（Ｗｒｉｔｅ　１０
ｎｃｅ以下Ｗ１０と称す）ディスクに好適なディスクデ
ータの管理方式に関す゛る。

（従来の技術） 従来よりコンピュータプログラム等のディジタルデータ
を記録するための記録媒体（メディア）として、例えば
フロッピーディスク、ハードディスク等のディスクが広
く用いられている。これらディスクは、コンピュータに
装備されているオペレーティング・システム（Ｏ８）に
よってその記録様式が興なり、異なったＯ８同志の間で
は互換性がないのが普通であるが、いずれのＯ８でも外
部記憶装置はデータの消去、再書き込みが可能なことを
前提としており、ス、ディスクの記憶領域を記録データ
を記録するファイル領域とそのデータに間する情報を記
録するディレクトリ領域とが明確に分割され、予じめフ
ォーマツティングされている。

第１０図は例えばフロッピーディスク等のフレキシブル
ディスク上の記録領域の概略を示しており、例えば同図
の上部がフレキシブルディスクの外周部に対応し、下部
が内周部に対応する。予約〈備）領域１はシステムが必
要なデータを記録する領域であり、ユーザーは使用出来
ない、２はＦＡＴ　（Ｆｉｌｅ　　Ａ１１ｏｃａｔｉｏ
ｎ　Ｔａｂｌｅ）であり、この２はファイルの配置に関
するデータを記録する領域である。３はディレクトリ（
ＤＩＲ）領域であり、この３にはファイル領域４に記録
されたデータファイルの日付、ファイル名などが記録さ
れる。

以下具体的な実施例につき第１０図、第１１図を参照し
て説明する。

まず、実際にデータを格納するファイル領域４を便宜上
複数のブロックに分け、そのブロックに２以降順次番号
を付す。

次にＦＡＴ領域２として、例えば１ブロツクを１２ビツ
トで表わす場合には（ブロックの個数＋２）ｘ１２ビッ
トのデータ容量を確保し、ＤＩＲ領域３として１フアイ
ルにつき３２バイトの固定領域を確保する。ここで各領
域の容量は、セクタサイズの倍数になる。

１フアイルを作成する手順としては、まずファイル名と
データが格納されるファイル領域４における最初のブロ
ック番号を固定長のＤＩＲ領域３に記録し、次にデータ
をファイル領域４の所定ブロックに格納し、データが複
数ブロックにまたがる時はそのチェーン情報をＦＡＴ領
域２に記録する。

このように汎用のＯ８はＦＡＴ、ディレクトリ（ＤＩＲ
）という領域をディスク上及びメインＲＡＭ上に持ち、
データのリード（Ｒｅａｄ）　／ライト（１４ｒｉｔθ
）時には、その領域を追加更新することによってファイ
ルの管理を行っている。なお、ディスク上のデータのリ
ード／ライトはセクタと呼ばれる固定長を一単位として
行なう。この管理方法は、自由にリード／ライト可能な
メディアを想定して行なわれているため、（ＦＡＴとデ
ィレクトリエリアを頻繁に書き換える）１度しか書き込
めない追記型光ディスクにはそのままでは用いることは
できない。

第１１図は、リバーシブル型のディスク内部でのＦＡＴ
及びディレクトリ領域の構造を示すものであり、この図
より明らかな如＜ＦＡＴ２ａ２ｂ及びディレクトリ領域
３ａは、それぞれ複数のセクタより構成されていること
がわかる。例えば、この図ではＦＡＴ領域が３セクタ（
第１セクタ〜第３セクタ）、ディレクトリ領域が４セク
タ（第１セクタ〜第４セクタ）から成っている。この場
合、ＦＡＴ領域は重要なファイルのチェーン情報を扱う
ので信頼性をあげるため、同じ内容を２回書き込む、（
第１ＦＡＴ（２ａ）と第２ＦＡＴ（２ｂ）が存在する。

）なお、以下の説明において、ＦＡＴやディレクトリの
各セクタをＦＡＴ第１セクタ、ＦＡＴ第２セクタと呼ぶ
ことがある。

ところで、追記型の光ディスクは大容量性、操作の容易
さなどからその応用範囲も広がりつつあり、この追記型
光ディスクはデータを所定のセクタ及びブロックを単位
として例えば内周部から外周部へ向って記録する。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、追記型光ディスクは開発されてからの期
間が短かいこともあり、データの記録様式は必ずしも統
一されてはいなく、いくつかのメーカでは独自のファイ
ル管理方法を採用しているというのが現状である。

この追記型光ディスクに対して前記フレキシブルディス
クと同様な管理方法を用いて管理しようとすると、ファ
イル領域以外の領域（例えばディレクトリ領域）はＯ８
によって予しめ定められており、消去不能な追記型光デ
ィスクでは書き換えが出来ないためファイルの管理がで
きなくなる。

例えばディレクトリ領域３．３ａなどは１回でフルとな
る。すなわち、従来のＯ８では対応できない、このため
ファイル領域４に未記録の領域があっても不要なディレ
クトリ領域３，３ａを消去できないことによってファイ
ル領域４にもそれ以上ファイルすることができなくなる
。

本発明は上記の点に鑑みなされたものであり、■追記型
光ディスクを含むフレキシブルディスク以外のディスク
状記録媒体のファイル領域を効率的に利用し得ること及
び■汎用Ｏ８に対し追記型光ディスクを透明化するため
のディスクデータの管理方式を提供することを目的とす
る。

（課題を解決するための手段） 本発明は追記型のメディアを用いて、汎用のオペレーテ
ィングシステムからリバーシブルなメディアと同じディ
スクデータの管理を行なわせるために、ＦＡＴ及びディ
レクトリの全領域をセクタ単位で更新し、各構成セクタ
の最終情報を加算して領域全体を参照するようにしたデ
ィスクデータの管理方式を提供するものである。

（実施例） 第１図は、本発明方式で得られた追記型ディスクの領域
の割りっけを示す概略図、第２図は、従来のディスクと
本発明方式で得られた追記型ディスクの割りつけ後のデ
ィスク領域の対応を示す概略図であり、これは追記型の
メディアにおいて、汎用Ｏ８からリバーシブルなメディ
アと同じファイル管理を行なわせるために頻繁に書き換
えを行なう回数分子備の領域をディスク上に確保するこ
とによって実現したものである。

なお、本発明においてディスク上のデータのリード／ラ
イトはセクタと呼ばれる固定長を一単位として行なうこ
とは従来通りである。

第１図、第２図において、ＦＡＴＩＯ及びディレクトリ
領域１１は前述した如くファイルのリード／ライトが行
なわれる毎に追加更新される領域である。

本発明は追記型のメディアに対応するためにこれらの領
域の書き換えを行なうのに十分な容量を連続して固定的
にディスクの隣接領域に確保したものである。

以下第１図、第２図を用いて各領域ごとにその説明をす
る。まず、メディアの全領域の割りっけにおいてディレ
クトリ領域１１より説明を始める。

ディレクトリ領域１１は、ファイル名を格納する領域で
１フアイルの登録につき固定長く３２バイト）ずつデー
タが追加更新されるものとして管理するファイルの個数
分書き換えられるように領域が確保しである。よってデ
ィレクトリ第１セクタがフルになる迄の書き換え回数は
（１セクタ長／３２バイト）回となる。従って、ディス
ク上には（ディレクトリ１セクタの書き換え回数Ｘディ
レクトリセクタの数）セクタ分の領域をとり、これを従
来方式の各セクタ毎に対応させている。しかしながら、
実際に汎用Ｏ８からファイルを登録するときなどはファ
イルのオープン時及びクローズ時において２回ディレク
トリ領域の書き込みを行っている。この書き込みを順次
行なうと１回のファイル作成につき２セクタ分の書き換
え領域が必要となり膨大な予備エリアが必要とされる。

（第３図参照）そこで以下のようにＤＩＲ領域の書き込
み制御を行なう、すなわち、汎用Ｏ８から１つのファイ
ルを登録する時次のような手ｊ頃でその処理を実行する
。

ＦＡＴ領域のリード（Ｒｅａｄ）　−Ｄ　Ｉ　Ｒ領域の
リード→ＤＩＲ領域のライト（Ｗｒｉｔｅ）→ファイル
領域のライト−＋ＦＡＴＦＡＴライト−ファイル領域最
終セクタのライト→ＤＩＲ領域のライト最初のファイル
オープン時のＤＩＲ領域の書き込みにおいてはファイル
名、ファイル作成日時の情報をディスク上の領域に格納
し、クローズ時のＤ　Ｉ　ＲｆＪｌ域の書き込みにおい
てはファイルの総容量を追加更新している。

従って、ディスク上に残すデーとしては最終的なりＩＲ
内容のみでよく、また１回目と２回目の間にＤＩＲ領域
の参照も行なわれていないので１回目の情報は必ずしも
記録する必要がない、（第４図参照）、そこで、クロー
ズ時のみＤＩＲの情報をディスクに書き込むように第５
図に示したようにフラグを用いて制御した。すなわち論
理セクタ判定部としてＦＡＴ■、ＤＩＲ■、■、ＦＩＬ
Ｅ■の４つの領域を設定し、 領域■としては　ＦＡＴ−ＦＩＬＥフラグ＝１領域■と
しては　ＤＩＲかつＦＩＬＥフラグ＝φ−Ｗｒｉｔｅ　
＝Ｏ（書き込み省略） →ＦＩＬＥフラグ＝φ （ＦＩＬＥフラグリセット） 領域■としては　ＤＩＲかつＦＩＬＥフラグ＝１→訂＋
ｔｅ＝１＜書き込み） →ＦＩＬＥフラグ＝φ （ＦＩＬＥフラグリセット） 領域■としては　Ｆ　Ｉ　ＬＥフラグ＝１とした。これ
によって、ディスク上にＤＩＲ領域として確保する領域
が半減しディスクスペースの有効活用が可能になった。

なお、ディレクトリ領域１１とファイル領域１２との間
には例えばディスクの５トラック分に相当する空白セク
タ部１３を設けた。これは、ディレクトリ領域１１とフ
ァイル領域１２の境界の検出時間を短縮するために設け
たものである。

次にＦＡＴ領域１０について第１図、第２図を参照して
説明する。ＦＡＴはデータの保存ブロックのチェーン情
報を格納する領域であり、書き込みデータのサイズ（容
量）にしたがって情報量が可変長に増加する。よって、
ＦＡＴ第１セクタの最大書き換え回数は全ファイルのデ
ータ容量が１プロ・ｙり以内であったと仮定し、ＦＡＴ
のデータを１２ビツトとすることにより（１セクタ長／
１２ビツト）回となる。ディスク上には従来方式の各セ
クタ毎にこの最大書き換え回数骨のセクタプラス５トラ
ック分の空白セクタ部１３が必要になる。空白セクタ部
１３の用途についてはディレクトリ領域１１の場合と同
様である。

一方、１フアイルを登録する毎にＦＡＴを１回更新する
とすれば、ＦＡＴ領域全体の書き換え回数はＯ８が管理
できるファイルの数と等しくなる。

従って、ＦＡＴＩＪｉ域全体に必要な最小セクタ数は（
登録可能ファイル数）＋（空白セクタ）Ｘｎとなる。

本発明方式によれば、ＦＡＴ領域全体の容量を最小とす
るために、第２〜第ｎの各ＦＡＴセクタの開始アドレス
を固定的にとらず以下の方法を採った。すなわち、ＦＡ
Ｔは１回の更新で可変長にデータが追加されるため、何
回更新すれば１セクタの情報量が超過してＦＡＴの第２
セクタに記録されるかがわからない、そこで、ＦＡＴ第
１セクタの情報量が１セクタ長を超過し、それ以降のデ
ータはＦＡＴ第２セクタ以降に記録されるようになった
時点で始めてＦＡＴ第１セクタの最終アドレスに５トラ
ック分のセクタ数を追加した値をＦＡＴ第２セクタの開
始アドレスとして登録する。

このように、未確定な各ＦＡＴセクタの書き換え回数を
ＦＡＴ領域１０内で次のＦＡＴセクタの開始アドレスを
自由に動かすことによって吸収した。

次に、第６図及び第７図を用いてシステムの起き上げ時
に処理し、ＦＡＴ及びディレクトリの全領域をセクタ単
位で更新し、各構成セクタの最終情報を加算して領域全
体を参照するようにした例について説明する。ここで第
６図はＦＡＴ領域の更新方法を示す概略図、第７図はデ
ィレクトリ領域の更新方法を示す概略図である。

前記した如くディスク上のデータのＲ／Ｗ　（リード／
ライト）はセクタと呼ばれる固定長さ一単位として行な
う、ＦＡＴ及びＤＩＲ領域はそれぞれ複数のセクタより
構成される。

ＦＡＴ及びＤＩＲの情報の更新はそれまでの情報と新規
に追加した情報を合わせたものをセクタ単位でＦＡＴ及
びＤＩＲの既記録領域の次の新しいセクタに記録するこ
とで行なう、情報量が１セクタを超過した場合には、そ
の超過分を第２セクタとして新規に固定アドレスを設け
、その番地以下に順次書き込む、最新の更新セクタの内
容は、ポインタ部によって管理されているが一システム
起き上げ時にディスクの内容から最新セクタアドレスを
ポインタ部に格納する方法を以下のようにして実現しな
、まずＦＡＴ領域につき第６図を参照して説明する。Ｆ
ＡＴの第１セクタの開始アドレスは予しめシステムが固
有値として設定しておく。

システムは起き上げ時に、この固有アドレスから連続し
て記録されているセクタ数を調査し、書き込みが行なわ
れている最後のセクタを第１セクタの最新内容としてそ
のアドレスをポインタ部に格納する。

次の第２セクタの開始アドレスを第１セクタの最終アド
レスから５トラック分のセクタ数を足した値とする。こ
れは連続記録セクタを調査する時、その検出時間を短縮
するために各セクタの境界に５トラック分の空白セクタ
を設けた為である。

第２セクタ開始アドレス以降の連続記録セクタ数を調査
し、そのａ後のセクタのアドレスを第２セクタの最新内
容としてポインタ部にそのアドレスを格納する。以下の
セクタについても同様である。

第２セクタ以降、連続記録セクタ数を調査してそれがφ
であった場合は、記録が行われていないセクタという意
味でポインタ部にφを代入する。

ＦＡＴ部は第１セクタから第ｎセクタまで順次書き込み
が行なわれるので最初に未記録のセクタを検出すればそ
れ以降のセクタは未記録ということになり、連続記録セ
クタ数の調査の必要がなくなり、システム起き上げの大
幅な時間短縮が図れる。

システムは起き上げ時にＦＡＴの各セクタの読み出しを
行なうが、このように起き上げ時の時間短縮を行なうた
めに、また、ディスクのスペースを有効に活用するため
に、各セクタの開始アドレスは固定的にとったり、その
最初のセクタを初期化する方法はとらなかった。

従って、システムが未記録のセクタの読み出し要求をし
た場合は（ポインタの内容がφ）実際にディスクの内容
を読まずにＦＡＴのセクタの初期化情報をシステム側に
転送している。

また、これ以外に全領域をスキャンしてセクタが一杯に
なっているデータを集める方式も可能であるが、これに
よれば書き込み回数に相当するスキャンが必要となる。

しかしながら、記録部と未記録部の境界を検出できるモ
ードを装置に持たせてやることにより前記方法よりはる
かに短時間に必要なディレクトリ又はＦＡＴセクタは検
出できるものである。

次にＤＩＲ領域について第７図を参照して説明する。Ｄ
ＩＲＩ域についても第１セクタの開始アドレスはシステ
ム固定値として設定する。

ＤＩＲ領域は、ＦＡＴ領域と興なり１回の更新が固定バ
イト長く３２バイト）で行なわれる。従って、１セクタ
の書き換え回数はくセクタ長、／３２）回となることに
よって第ｍセクタまでの開始アドレスが固定できる。そ
こで、各セクタの最終アドレスを求めるのにＦＡＴのよ
うにセクタ毎に連続記録セクタ数を検出することをせず
に、ＤＩＲ領域全体で連続記録セクタ数を求め第ｍセク
タ開始アドレスの１つ手前のアドレスを第（ｍ−１）セ
クタの最終アドレスとして限定をする。

このようにして、連続記録セクタ数の調査回数を減らす
ことによりシステム起き上げ時のスピードアップを図っ
ている。なお、第８図は起き上げ処理を行う場合のブロ
ック図であり、ポインタ制御部では連続記録セクタ数を
調査し、その結果をＦＡＴ部及びＤＩＲ部ポインタレジ
スタに格納する６すべてのレジスタに値を格納してから
それらをＦＡＴ管理部またはＤＩＲ管理部に引き渡す。

ＦＡＴ等を構成する各セクタの最新情報が入っているア
ドレスは第９図のポインタ部により管理されている。

ポインタはＦＡＴを構成するセクタの数分だけ用意する
。最初に設定する固定アドレスは第１ＦＡＴ領域１０ａ
、第２ＦＡＴ領域１０ｂとも第１セクタ開始アドレスの
みであとのポインタはφで初期化する。ライト（Ｗｒｉ
ｔｅ）時には既記縁セクタの次の新セクタに情報を記録
し、このポインタの内容（最新情報のセクタアドレス）
を１つ増加する。書き込む情報がＦＡＴ第１セクタを超
過し、ＦＡＴ第２セクタに追加記録する場合は、ＦＡＴ
第１セクタの最新アドレスに５トラック分のセクタ数を
足した値をＦＡＴ第２セクタの開始アドレスとしてポイ
ンタ部に登録する。ここで、セクタの境界に５トラック
分のブランクセクタを挿入するのはセクタの区切りを検
出する時間を短縮させるためである。また、データのリ
ード時には各セクタのポインタを参照することにより実
際の最新セクタのアドレスを読み込む。

ただし、ポインタの内容がφである時は、実際にそのセ
クタについて書き込みが行なわれていないので、システ
ム側にはＦＡＴのそのセクタの初期化情報を転送してい
る。これは余分な初期化情報をディスクに記録しないで
も済むためのものである。また、各セクタの開始アドレ
スを固定でなく柔軟性を持たせられるので、ＦＡＴｉｌ
域全体容量の大幅な省力化につながる。

以下、その点を第９図を用いて詳細に説明する。

第９図は、リード（Ｒｅａｄ）／ライト（Ｗｒｉｔｅ）
時のポインタ管理を示すブロック図である。

ここでＦＡＴ部１０の起き上げ時の処理は前記している
のでその説明を省略する。

（１）　　まずＦＡＴ部１０のリード時より説明する。

ＦＡＴ部において各セクタ毎のポインタより論理セクタ
番地の読み込みを行なう９次に、ポインタの参照を行な
い、ポインタがφ（論理セクタ番地がφ）、即ちデータ
の書き込みが行なわれていない場合は、システムに初期
化情報の転送を行なう。

この場合、実際に書き込みがされていないデータを、あ
たかも光ディスクから読み込んだようにしてシステム側
（データ要求側）にデータ転送する。

（２次に、上記において、ポインタがφ以外の場合には
、光ディスクのデータの読み込みが行なわれる。即ち、
ポインタの内容がφ以外の時は、光デイスク上にデータ
が格納されており、ポインタはその論理アドレスをさす
。

そして、この論理アドレスを物理アドレスに変換してか
らデータを読み込む。

（３次にＦＡＴ部１０のライト時につき説明する。

ＦＡＴ部において各セクタ毎のポインタより論理セクタ
番地の書き込みを行なう０次に、ポインタの参照を行な
いポインタがφの場合は新規に書き込みアドレスを設定
する。即ち、書き込み時のポインタがφということは、
そのセクタに対して最初に書き込みを行なう時であり、
その場合は、１つ前のセクタの最初のアドレスを参照論
理セクタ番地として算出しく例えば、ＦＡＴ第２セクタ
の時はＦＡＴ第１セクタの最終アドレスを参照する）そ
のアドレスに５トラック分の空白セクタ数を加えたアド
レスを開始アドレスとしてそのデータをポインタ部に書
き込む。

（４）次に、上記においてポインタがφ以外の場合には
ポインタ内容の更新を行なう、即ち、ポインタの内容が
φ以外の時は、今までに書き込みが行なわれているので
、新らしい領域にデータを書き込むと同時に、ポインタ
の内容を更新する。

次に、ディレクトリ領域１１の更新方法にっき第７図を
参照して説明する。

ディレクトリ領域の更新方法も基本的にはＦＡＴと同様
で現在までの情報に新たに格納すべき情報を追加したも
のをセクタ単位で既記録セクタの次の新規セクタに記録
する。情報量の１セクタ超過分を第２セクタとして記録
するのも同様で各セクタ毎にポインタを設け、各セクタ
の最新情報アドレスを前記した第８図のポインタによっ
て管理する。ただし、ディレクトリはＦＡＴと異なり１
回に更新する情報は３２バイトと固定であるため、各セ
クタの更新回数はセクタ長より決定される。すなわち、
（１セクタ長／３２バイト）回となる。従って、ディレ
クトリ領域においては、ディレクトリ第１セクタの開始
アドレスを設定すると必然的に第ｍアドレスまでスター
トアドレスが決定できる。よって、ＦＡＴ領域のように
セクタの境界ごとに次ディレクトリセクタ開始アドレス
検出のための空白セクタを挿入する必要がなくディスク
スペースが有効に活用できる。ただし、ディレクトリ領
域とファイル領域の境界には境界検出のための空白セク
タ部１３が挿入されている。

データのライト（Ｗｒｉｔｅ）時にはポインタの内容を
１つ増加し次のセクタへ新規情報を書き込む。

リード（Ｒｅａｄ　）時には、各ポインタの内容を参照
することにより、最新のディレクトリ情報セクタの内容
を読み込む、ポインタの内容がφである時は、実際にそ
のセクタについての書き込みが行なわれていないので、
システム側にはディレクトリの初期化情報を転送する。

これにより余分な初期化情報をディスクに記録せずに済
み、各セクタの開始アドレスの検出効率が高まる。

（発明の効果） 上述の如く本発明によれば、追記型のディスクを従来の
フロッピーディスクやハードディスク等のメディアと同
様に汎用Ｏ８の管理下におくことができるので汎用Ｏ８
で用意されているコマンドやシステムコール（ソフトウ
ェア割り込み）が行なえデバイス内のファイルの管理を
Ｏ８に任せることができ、また、汎用Ｏ８のもとで動く
各種のソフトウェアを追記型ディスク丘で動かすことが
でき、更に、ユーザ（メーカ）が新規に作成したデバイ
スであってもＯ８の管理下におくことによって汎用性が
得られる等の特長を有する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明方式で得られた追記型ディスクの領域の
割りっけを示す概略図、第２図は従来のディスクと本発
明方式で得られた追記型ディスクの割りつけ後のディス
ク領域の対応を示す概略図、第３図は書き込み制御を行
なわない場合のＤＩＲ領域の概略図、第４図は書き込み
制御を行った場合のＤＩＲ領域の概略図、第５図は書込
みフラグのセットを示すブロック図、第６図は本発明方
式で得られた追記型ディスクにおけるＦＡＴ領域の更新
方法を示す概略図、第７図は同ＤＩＲ領域の更新方法を
示す概略図、第８図はシステムの起き上げ処理のブロッ
ク図、第９図はリードライト時のポインタ管理を示すブ
ロック図、第１０図は従来のブロックデバイスの内部構
造を示す概略図、第１１図は従来のディスクの内部構造
を示す概略図である。 １０・・・ＦＡＴ領域、 １２・・・ファイル領域、

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 　追記型のメディアを用いて、汎用のオペレーティング
   システムからリバーシブルなメディアと同じディスクデ
   ータの管理を行なわせるために、ＦＡＴ及びディレクト
   リの全領域をセクタ単位で更新し、各構成セクタの最終
   情報を加算して領域全体を参照するようにしたことを特
   徴とするディスクデータの管理方式。