JPH04232653A - 磁気光学ディスクデータ記憶装置の書き込み管理システム及び方法 - Google Patents

磁気光学ディスクデータ記憶装置の書き込み管理システム及び方法

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JPH04232653A
JPH04232653A JP3235969A JP23596991A JPH04232653A JP H04232653 A JPH04232653 A JP H04232653A JP 3235969 A JP3235969 A JP 3235969A JP 23596991 A JP23596991 A JP 23596991A JP H04232653 A JPH04232653 A JP H04232653A
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ケヴィン・エス・サルダナ
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アレン・エル・ピーポ
Terry L Loseke
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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】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明はデータ記憶装置に関し
、より詳細には光学ディスクデータ記憶装置に関する。 さらに詳細には、この発明は光学ディスク媒体への情報
の書き込みを制限する装置と方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】光学ディスクはレーザーを用いた読み取
り装置で読み取り可能なデータ記憶媒体である。「コン
パクトディスク」あるいは「ＣＤ」として知られている
光学ディスクはこの数年の間に音楽やオーディオビジュ
アル作品の録音に広く用いられるようになった。光学デ
ィスクが従来の磁気記憶媒体に比して巨大な記憶容量を
有することから、「ＲＯＭディスク」として知られる光
学ディスクがコンピュータで読み取り可能な情報の記憶
に広く用いられていている。最近の技術でコンピュータ
によって書き込みおよび読み取りの可能な光学ディスク
が生み出されており、したがって将来光学ディスクはコ
ンピュータ業界においてますます重要なものとなること
が予測され、最終的には「フロッピーディスク」や「ハ
ードディスク」のような磁気的に読み取りおよび書き込
み可能な記憶媒体にとって代わる可能性もある。コンピ
ュータアプリケーションで用いられるタイプの光学ディ
スクは一般にカートリッジに取り付けられ、読み取り装
置は一般にカートリッジの表面に設けたスロットを介し
てデータを読み書きする。
【０００３】光学ディスクの一種に１回書き込み多数回
読み取り（Ｗｒｉｔｅ−Ｏｎｃｅ−Ｒｅａｄ−Ｍａｎｙ
）、略して、「ＷＯＲＭ」とよく呼ばれるものがある。 ＷＯＲＭ媒体は書き込み可能であるが消去のできないタ
イプであり、したがって書き込みは１回しかできない。 この媒体に２回目以降の書き込みを行おうとすると、新
しいデータは古いデータの上に書き込まれ、その結果判
読できない乱れたデータとなる。しかし、ＷＯＲＭ媒体
に対してはかなりの需要がある。この種の媒体はデータ
が１回だけ書き込まれ決して消去されないような、デー
タ記憶を行うのに非常に有用である。ＷＯＲＭ媒体の非
常に重要な側面はそれが常に監査トレイルを残すことで
ある。１回しか書き込めないため、あるセクタのデータ
は常にそのセクタに書き込まれた元のデータとなる。セ
クタの再書き込みが試みられた場合、これは乱れたデー
タとＣＲＣチェックデータが誤りとなることから明らか
となる。いかなる場合も、あるセクタのデータは変更の
証拠を残さず変更することはできない。
【０００４】近年、磁気光学媒体（Ｍａｇｎｅｔｏ−Ｏ
ｐｔｉｃ）あるいは「ＭＯ」媒体と呼ばれる新しいタイ
プの光学ディスク媒体が開発された。このタイプの媒体
は磁気媒体と同様に、何回も書き込み、消去、および再
書き込みが可能である。磁気光学媒体は磁気媒体に直接
とって代わるものとして非常に重要である。それは、こ
れが同じ機能を果たし、あるディスク上ではるかに大き
な記憶容量を可能とするためである。
【０００５】ＷＯＲＭおよび磁気光学媒体はともに重要
なアプリケーションを持っているが、この両タイプの媒
体を処理することのできる単一のディスクドライブを設
計するのは非常に困難であり、費用もかかる。
【０００６】もう一つの側面はＷＯＲＭ媒体はメーター
の数だけのテクノロジーとフォーマットの組み合わせで
実施される点である。したがって、システムの互換は不
可能である。ＷＯＲＭ分野におけるこの標準化の欠如は
メーカー間で完全な互換性があるＭＯの分野におけるし
っかりと確立された標準と好対照をなすものである。
【０００７】そこでＷＯＲＭ媒体あるいは再書き込み可
能な媒体のいずれかとしても機能することのできる単一
の媒体が要望されている。また、よく標準化されたＭＯ
技術へのＷＯＲＭの導入も要望されている。このような
媒体のさまざまな特徴や構成要素をホイル・エル・カー
ティス（Ｈｏｙｌｅ　Ｌ．　Ｃｕｒｔｉｓ）とテリー・
リン・ロセケ（Ｔｅｒｒｙ　Ｌｙｎｎ　Ｌｏｓｅｋｅ）
の「ＭＵＬＴＩ−ＦＵＮＣＴＩＯＮ　ＯＰＴＩＣＡＬ　
ＤＩＳＫ　ＤＲＩＶＥ　ＡＮＤ　ＭＥＤＩＡ（多機能光
学ディスクドライブ及び媒体）」に対する１９８９年１
０月２５日出願の米国特許出願第０７／４２６．８３４
号に開示している。その開示内容すべてについて参考と
して特にここに掲げる。
【０００８】同様の問題が磁気媒体についても指摘され
ている。たとえばフロッピーディスクはそれが覆われた
場合媒体への書き込みを阻止する書き込み保護ノッチを
有する。したがって、装置はこのノッチが覆われていな
いときに書き込みを行うことができ、次にノッチを覆っ
て媒体を「読み取り専用」とすることができる。磁気テ
ープはこの問題を書き込みリングを用いて、あるいはカ
ートリッジの場合記録スライドスイッチを用いて同様の
方法で解決した。これらの方法はすべて同じ欠点を有し
ている。すなわち、媒体をもう一度書き込み可能とする
際に機構が非常に簡単に反転することである。多くのオ
ペレーティングシステムにおいて、たとえばパーソナル
コンピュータのＤＯＳにおいて、ファイルはそれが始め
に書き込まれた後、読み取り専用とマークすることがで
きる。しかし、読み取り専用状態は一時的なものであり
、他のオペレーティングシステムコマンドによって簡単
に反転される。この機構はこれらすべての場合に簡単に
反転するため、監査トレイルがない。
【０００９】またこの問題はキャノン社の製造する「Ｃ
ａｎｏｆｉｌｅ　２５０」と呼ばれる装置で部分的に解
決されている。この装置はディスク全体を１回書き込み
としてフォーマット化することを可能とする。ディスク
をフォーマット化する処理は通常コンピュータ内のオペ
レーティングシステムによって行われ、これは１回書き
込みフォーマットがそのオペレーティングシステムにの
み知られており、他のオペレーティングシステムはこの
フォーマットを知らず、媒体上に重ね書きをし監査トレ
イルを残さないおそれがある。この装置のもう一つの問
題は１回書き込み状態は媒体全体にのみ当てはまり、し
たがって媒体は１回書き込み部分の再書き込み可能な部
分に分割することはできない。
【００１０】再書き込み媒体を１回書き込み媒体に変換
する際のもう一つの問題は変換可能な媒体の設計以前に
製造されたドライブは媒体が変換可能であることを理解
せず、媒体が読み取り専用とマークされているにもかか
わらず書き込みをする可能性があることである。この問
題は上述の問題と同様であり、オペレーティングシステ
ムは単にファイルを読み取り専用と識別するビットをセ
ットするだけである。前に製造されたドライブは媒体が
読み取り専用に変換される機構を知らないため、このよ
うな機構を無視し、媒体に書き込みを行う。したがって
、変換可能な媒体を提供する際の最も難しい問題の１つ
は前に製造されたドライブによって認識される機構の設
計の問題である。
【００１１】そこで、媒体を再書き込み可能な媒体から
１回書き込み媒体に変換することを可能とする装置を提
供することが強く望まれる。その構造からＷＯＲＭ媒体
は２回以上書き込みすることができない。しかし、磁気
光学媒体は何度も再書き込み可能である。したがって、
当該技術において磁気光学媒体が１回書き込み媒体に変
換されることを可能とする装置と方法を提供することが
要望される。さらに当該技術において媒体の部分が読み
取り専用に変換されることを可能とし、一方媒体の他の
部分を再書き込み可能に維持することが要望されている
。当該技術においてさらに磁気光学媒体の各セクタが読
み取り専用に独立して変換されることを可能にすること
が要望されている。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】この発明の目的は光学
媒体上のデータの書き込みを制限する装置と方法を提供
することである。
【００１３】この発明の他の目的は書き込み可能な媒体
を読み取り専用媒体として定義する装置と方法を提供す
ることである。
【００１４】この発明の他の目的は書き込み可能な媒体
の部分を読み取り専用媒体として定義する装置と方法を
提供することである。
【００１５】この発明の他の目的は媒体の部分を書き込
み可能から読み取り専用に動的に変更する装置と方法を
提供することである。
【００１６】この発明の他の目的は媒体の各データセク
タを書き込み可能から読み取り専用に再定義することの
できる書き込み可能な媒体を定義する装置と方法を提供
することである。
【００１７】この発明の他の目的は媒体のセクタが書き
込まれ、またどのセクタが書き込み可能であるかを定義
する媒体上に記憶されたデータ構造を提供することであ
る。
【００１８】この発明の他の目的は再書き込み可能な媒
体の消去されたセクタ管理のための装置と方法を提供す
ることである。
【００１９】
【課題を解決するための手段】この発明の上記の目的お
よび他の目的はどのセクタが書き込まれており、どのセ
クタが書き込み可能であるかを識別する情報を記憶する
システムで達成される。この情報は媒体上の別個の書き
込み管理ディレクトリに記憶される。媒体が始めにドラ
イブにロードされるとき、この書き込み管理ディレクト
リが媒体からディスクドライブコントローラ内のＲＡＭ
にロードされる。その後、ドライブが書き込みコマンド
を受けると、ドライブはディレクトリをチェックしてそ
のセクタがすでに書き込まれているかどうかを判定する
。ディレクトリがそのセクタがすでに書き込まれている
ことを示すと、ドライブはエラーを返す。あるいはドラ
イブはそのセクタに書き込みを行い、書き込み管理ディ
レクトリを更新する。
【００２０】この実施例では、あるセクタが書き込まれ
たことを示すのに２つの方法が用いられる。書き込み管
理ディレクトリはポインタの対を含み、それぞれの対は
媒体の連続的に書き込まれた領域を規定する。また媒体
内の各セクタは通常フラグビットである情報を含み、こ
れはそのセクタが前に書き込まれたかどうかを示す。ド
ライブが書き込みコマンドを受け取ると、ドライブはま
ず書き込み管理ディレクトリをチェックし、書き込むべ
きセクタのアドレスがポインタによって規定される連続
する領域のいずれかにあることを判定する。そのセクタ
が連続する領域のいずれかにある場合、そのセクタは書
き込み済みであるためドライブはエラーを返す。そのセ
クタが連続する領域の外側にある場合、ドライブは新し
い連続する領域のために新しいポインタのセットを作成
する必要があるかどうかを判定する。書き込み管理ディ
レクトリに余裕がある場合、新しいポインタのセットが
作成される。ディレクトリがいっぱいになっている場合
、ディレクトリの使用が中止され、そのセクタのフラグ
ビットが用いられる。このようにして、書き込み管理デ
ィレクトリの大きさを制限し、その一方でディスク上の
セクタすべてをカバーすることができる。
【００２１】しかし別の実施例では、書き込み管理ディ
レクトリポインタが用いられるがディレクトリのサイズ
が最悪である場合でもディレクトリ内に十分なスペース
がある。最大ディレクトリサイズは媒体上に割り当てら
れるため、各セクタにはフラグビットは不要である。
【００２２】また別の実施例では、書き込み管理ディレ
クトリが媒体上の各セクタに対して１つのビットを含む
。セクタがすでに書き込まれている場合、ビットは論理
１にセットされ、そうでない場合、論理０にセットされ
る。ドライブがあるセクタへの書き込みコマンドを受け
ると、ドライブはそのセクタに対応するビットを見つけ
、そのビットを調べてそのセクタが書き込み済みである
かどうかを判定する。
【００２３】また別の実施例では、ディスクが論理的に
ゾーンに分割され、各ゾーンに対してポインタが保持さ
れる。ポインタは次に書き込みを行うことのできるゾー
ン中の次のセクタを指し、こうしてドライブがあるセク
タに対する書き込みコマンドを受け取るとき、セクタ番
号がポインタの値より大きいかそれに等しい場合、その
セクタに書き込みを行うことができる。
【００２４】
【実施例】以下の説明は現在考えられるこの発明の最良
の実施態様についてのものである。この説明は限定的な
意味に解するべきではなく、この発明の一般的原理の説
明のためにのみ行うものである。この発明の範囲は特許
請求の範囲の記載を参照することによって判断すべきも
のである。
【００２５】一般に、この発明は再書き込み可能な媒体
を１回書き込み媒体に変換する、あるいは再書き込み可
能な媒体上の消去されたセクタを管理することを可能に
するシステムからなる。このシステムは媒体のどのセク
タが書き込み済みであり、どのセクタが書き込み可能で
あるかを識別する情報を記憶することによってこの機能
を実行する。この情報は媒体上の別の書き込み管理ディ
レクトリに記憶される。媒体が始めにドライブにロード
されるとき、書き込み管理ディレクトリは媒体からディ
スクドライブコントローラにロードされる。その後、ド
ライブは書き込みコマンド受けると常にディレクトリを
チェックしてそのセクタがすでに書き込まれているかど
うかを判定する。ディレクトリがそのセクタが書き込み
済みであることを示す場合、ドライブはエラーを返す。 あるいはドライブはこのセクタに書き込みを行い、書き
込み管理ディレクトリを更新する。
【００２６】第１実施例において、書き込み管理ディレ
クトリは媒体上の各セクタに対するビットを含む。セク
タが書き込み済みである場合、ビットは論理１にセット
され、そうでなければビットは論理０にセットされる。 ドライブがあるセクタに対する書き込みコマンドを受け
ると、ドライブはそのセクタに対応するビットを発見し
、そのビットを調べそのセクタが書き込み済みであるか
どうかを判定する。
【００２７】第２実施例では、書き込み管理ディレクト
リはポインタの対を含み、それぞれの対は媒体上の連続
して書き込れまた領域を規定する。書き込み管理ディレ
クトリには最悪のディレクトリサイズに対しても書き込
み管理ディレクトリに十分なスペースが設けられる。
【００２８】第３実施例では、あるセクタが書き込み済
みであることを示すのに２つの方法が用いられる。書き
込み管理ディレクトリは第２実施例と同様にポインタの
対を含み、それぞれの対は媒体上の連続して書き込まれ
た領域を規定する。また、媒体中の各セクタは通常はフ
ラグビットである情報を含み、この情報はセクタが書き
込み済みであるかどうかを示す。ドライブが書き込みコ
マンドを受け取ると、ドライブはまず書き込み管理ディ
レクトリをチェックし、書き込むべきセクタのアドレス
がポインタによって規定される連続する領域のいずれか
にあるかどうかを判定する。そのセクタが連続する領域
のいずれかにある場合、このセクタは書き込み済みであ
るためドライブはエラーを返す。そのセクタが連続する
領域の外にある場合、ドライブは新しい連続する領域の
ためにポインタを作成する必要があるどうか判定する。 書き込み管理ディレクトリに余裕がある場合、新しいポ
インタのセットが作成される。書き込み管理ディレクト
リがいっぱいになっている場合、その使用が中止され、
そのセクタのフラグビットが用いられる。このようにし
て、書き込み管理ディレクトリのサイズを制限すること
ができる一方、ディスク上のすべてのセクタがカバーさ
れる。
【００２９】この実施例の主たる利点は書き込み管理情
報の冗長にある。書き込み管理ディレクトリあるいはフ
ラグビットのいずれかが失われた場合、それらは他の情
報を参照して回復することができる。すなわち、書き込
み管理ディレクトリが使用不能となった場合。すべての
セクタのフラグビットを走査されることができ、新しい
ディレクトリが作成される。さらに、フラグビットが使
用不能となった場合、ディレクトリがいっぱいになって
いない限り、ディスク上のすべてのセクタに対してディ
レクトリを用いてフラグビットの再作成を行うことがで
きる。また、通常の場合、この種の媒体は順次書き込ま
れるため、書き込み管理ディレクトリは１対のポインタ
のみ、最高でも２、３対のポインタを含むだけである。 この実施例のもう一つの利点は書き込み動作が書き込み
管理ディレクトリがいっぱいになるまで１回のパスで行
われることである。
【００３０】第４実施例では、ディスクは論理的にゾー
ンに分割され、各ゾーンについてポインタが維持される
。ポインタは書き込み可能なゾーン内の次のセクタを指
示し、したがってドライブがあるセクタに対する書き込
みコマンドを受けると、セクタ番号がポインタの値より
大きいかあるいはそれに等しい場合、そのセクタに書き
込みを行うことができる。
【００３１】図１はこの発明を採用したコンピュータシ
ステムのブロック図である。図１において、コンピュー
タシステム１００は処理要素１０２を有する。データは
システムバス１０４によって処理要素１０２とこの装置
の他のすべての部品の間で転送される。システムバス１
０４にはユーザーがコンピュータシステム１００にデー
タを入力することを可能とするキーボード１０６が取り
付けられている。またシステムバス１０４にはコンピュ
ータシステム１００がユーザーにデータを表示すること
を可能とするディスプレイ１０８が取り付けられている
。主メモリ１１０がシステム１０４に取り付けられてお
り、データとプログラムを格納するのに用いられる。主
メモリ１１０にはオペレーティングシステム１１２とユ
ーザーソフトウエア１１４が記憶されている。またシス
テムバス１０４にはこの発明の光学データ記憶装置１２
０が取り付けられている。光学データ記憶装置１２０内
には光学データ記憶装置１２０をシステムバス１０４に
接続するインタフェース１２２がある。インタフェース
１２２には光学ドライブ１２６を制御するためのすべて
の電子部品とファームウエアを含むドライブコントロー
ラ１２４が取り付けられている。
【００３２】図２はこの発明とともに用いるのに適した
光学ディスク記憶媒体の図である。図２において、ディ
スク２００はユーザーデータをセクタに記憶するのに用
いられるデータ記憶領域２０２を含む。この発明の書き
込み管理ディレクトリはデータ記憶領域２０２の一部で
ある。 データ記憶領域２０２の外に、ディスク２００の中心に
向かって制御トラック２０４が配置され、この制御トラ
ックは媒体が１回書き込み多数回読み取り（ＷＯＲＭ）
能力を有する磁気光学媒体であるとの標識を含む媒体記
述テーブルを含む。心穴２０６は媒体を光学ドライブ１
２６（図１）のスピンドルにセンタリングするのに用い
られる。ディスク２００は通常、記憶中ディスクを保護
するためのカートリッジ（図示せず）に取り囲まれてい
る。データ記憶領域２０２と制御トラック２０４はカー
トリッジ中のスロットを介して取り扱い可能である。
【００３３】図３はこの発明の光学ドライブの書き込み
動作のフローチャートである。図３において、入力後ブ
ロック３０２は媒体内のＭＯフラグをチェックし、これ
が従来の磁気光学媒体であるかどうかを判定する。媒体
が従来の磁気光学媒体である場合、ブロック３０２はブ
ロック３１０に移行し、単にそのセクタに書き込みを行
う。媒体が従来の磁気光学媒体でない場合、ブロック３
０２はブロック３０４に移行し、そこでＷＯＲＭ　　Ｍ
Ｏフラグがセットされているかどうカが判定される。Ｗ
ＯＲＭＭＯフラグがこれを１回読み取り多数回書き込み
（ＷＯＲＭ）媒体に再フォーマット化することのできる
磁気光学メモリとして識別する。ＷＯＲＭ　　ＭＯフラ
グがセットされていない場合、この媒体はドライブによ
って使用することができないためブロック３０４は発呼
者に戻る。ＷＯＲＭ　　ＭＯフラグがセットされている
場合、ブロック３０４はブロック３０６に移行し、そこ
で図４、図５、図６のいずれかを呼び出して書き込み中
のセクタの状態を得る。 此の実施例では、ブロック３０６では図６を呼び出す。 第１実施例のビット写像されたディレクトリを用いる際
には、ブロック３０６は図４を呼び出す。第２実施例の
ポインタのみのディレクトリを用いる際には、ブロック
３０６は図５を呼び出す。
【００３４】セクタの状態を判定した後、ブロック３０
８ではそのセクタが空白であるかどうかを判定し、その
セクタが空白でない場合、そのセクタは既存のデータ上
に重ね書きすることなく書き込みすることができないた
め、ブロック３０８は発呼者に戻る。そセクタが空白で
ある場合、ブロック３０８はブロック３１０に移行し、
そこでそのセクタへの書き込みが行われ、発呼者に戻る
。ブロック３１０での書き込みは従来の書き込み、ある
いは確認付き書き込みのいずれかとすることができる。
【００３５】図４は第１実施例のビット写像されたディ
レクトリを用いてセクタの状態を判定する過程のフロー
チャートである。図４において、入力後、ビット４０２
は書き込み中のセクタに対応する書き込み管理ディレク
トリ中のビットを計算する。通常、媒体がドライブに挿
入されるとき、ディレクトリはドライブコントローラ内
のメモリにロードされる。したがって、このビットはド
ライブコントローラメモリに含まれ、この計算は単にメ
モリ中のディレクトリの正しいバイトおよびビットをア
ドレス指定するだけである。ディレクトリがメモリにロ
ードされていない場合、このセクタに対応するビットを
含む正しいバイトがまずドライブから読み取られる。ビ
ットを計算した後、そのビットが検索され、ブロック４
０４でそのビットがセットされているかどうかが判定さ
れる。ビットがセットされている場合、ブロック４０４
はブロック４０６に移行し、そこではそのセクタが書き
込み済みであるためエラーが返される。ビットがセット
されていない場合、ブロック４０４はブロック４０８に
移行し、そこでビットがセットされ、ブロック４１０で
そのセクタが空白であるとの標識を返す。
【００３６】図５はディレクトリが書き込み済みのセク
タに対するポインタを含む第２実施例においてセクタ状
態を判定する過程のフローチャートを示す。この実施例
では、ポインタは対で記憶され、その対の第１のポイン
タは連続して書き込まれた領域の始点を指示し、第２の
ポインタは連続的に書き込まれた領域の終点を指示する
。図５において、入力後、ブロック５０２は書き込み管
理ディレクトリから第１のあるいは次のポインタ対を得
る。通常、媒体がドライブに挿入されるとき、ディレク
トリはコントローラ内のＲＡＭにロードされる。したが
って、次のポインタ対を得るには単にそれらをＲＡＭか
ら得るだけでよい。次のポインタ対を得た後、ブロック
５０４で書き込み中のセクタのアドレスが２つのポイン
タの範囲内に含まれるかどうかが判定される。セクタア
ドレスがこれら２つのポインタの中間にある場合、その
セクタは書き込み済みであり、ブロック５０４はブロッ
ク５２０に移行し、そこで重ね書きエラーが返される。 そのセクタがこのポインタ対の中にない場合、ブロック
５０４はブロック５０６に移行し、そこでディレクトリ
が追加のポインタ対を含むかどうかが判定される。ディ
レクトリが追加のポインタ対を含む場合、ブロック５０
６はブロック５０２に戻り、次の対をチェックする。ポ
インタがそれ以上存在しない場合、そのセクタは書き込
み可能であり、したがってブロック５０６はブロック５
０８に移行する。
【００３７】ブロック５０８では、書き込み中のセクタ
のアドレスが既存のポインタに隣接するかどうかが判定
される。そのアドレスが既存のポインタに隣接する場合
、ブロック５０８はブロック５１４に移行し、ブロック
５１４では単にこの既存のポインタが更新され、次にブ
ロック５１８に移行し、そこで空白セクタ標識が発呼者
に返される。 そのアドレスが既存のポインタに隣接していない場合、
ブロック５０８はブロック５１０に移行する。ブロック
５１０ではディレクトリ中にさらに利用可能なポインタ
領域があるかどうかが判定される。ディレクトリ中で追
加のポインタ領域が利用可能である場合、ブロック５１
０はブロック５１２に移行し、そこでこの新しい領域に
対して新しいポインタ対が作成され、次にブロック５１
８に移行し、そこで空白セクタ標識が発呼者に返される
。追加のポインタが利用可能でない場合、ブロック５１
０はブロック５１６に移行し、そこでポインタ使いきり
エラーが発呼者に返される。
【００３８】図６はこの発明の第３実施例の混成構造の
フローチャートを示す。図６において、入力後、ブロッ
ク６０２でポインタ使用中フラグがセットされているか
が判定される。ポインタ使用中フラグがセットされてい
る場合、書き込み管理ディレクトリのポインタ領域は使
用中であり、したがってブロック６０２はブロック６０
４に移行し、そこで図５を呼び出して書き込み中のセク
タのセクタ状態が得られる。ブロック６０６は次に図５
が重ね書きエラーを返したかどうかを判定し、返してい
る場合、ブロック６０６はブロック６２０に移行し、そ
こで発呼者にエラーが返される。重ね書きエラーが発生
しなかった場合、ブロック６０６はブロック６０８に移
行し、そこでポインタ使いきりエラーが返されたかどう
かが判定される。ポインタ使いきりエラーが返されてい
ない場合、ブロック６０８はブロック６１６に移行し、
そこでそのセクタ内にフラグがセットされ、次にブロッ
ク６１８に移行し、そこでセクタデータの書き込みを可
能とする空白セクタ標識が返される。ポインタ使いきり
エラーが発生した場合、ブロック６０８はブロック６１
０に移行し、そこでポインタ使用中フラグがクリアされ
る。書き込み管理ディレクトリ中のポインタが使い切ら
れているため、システムは媒体の各セクタ内に含まれる
フラグビットの使用に切り替えなければならない。した
がって、将来の書き込み動作では書き込み管理ディレク
トリのポインタセクションをチェックしないが、直接ブ
ロック６１２に移行し、そこであるセクタ内のフラグビ
ットがチェックされる。ポインタ使用中のフラグをクリ
アした後、ブロック６１０はブロック６１２に移行する
。制御は書き込み管理ディレクトリが使用されなくなる
と常にブロック６１２に移行する。ブロック６１２では
アドレス指定されたセクタからセクタフラグを読み取る
。次にブロック６１４でそのセクタ内のフラグがセット
されているかが判定され、フラグがセットされている場
合、ブロック６１４はブロック６２０に移行し、このセ
クタは書き込み済みであるため、ブロック６２０でエラ
ーが返される。フラグがセットされていない場合、ブロ
ック６１４はブロック６１６に移行し、そこでフラグが
セットされ、ブロック６１８への移行の前にそのフラグ
がセクタに再書き込みされる。ブロック６１８ではその
セクタへの書き込みを可能とする空白セクタ標識が返さ
れる。当該技術の熟練者にはわかることであるが、フラ
グビットはさまざまな方法で作成することができる。フ
ラグビットは通常セクタ内に記憶されるが、媒体上の別
の位置に記憶することができる。
【００３９】第４実施例において、ディスクはゾーンに
構成され、それぞれのゾーンはゾーン内の次に利用可能
な空白セクタあるいは消去されたセクタを指示する１つ
のポインタを有する。コンピュータシステムではディレ
クトリやデータ領域の位置に対する要求事項がさまざま
に異なる。ディレクトリ領域は頻繁に更新することが必
要とされ、ユーザーデータ領域の更新の頻度はそれより
少ない。性能を最適化するためにはディスクを更新率の
異なる領域に分けることが有益である。コンピュータシ
ステムのフォーマット動作中にディスクをゾーンに構成
することができる。
【００４０】フォーマットコマンド中、ディスク上の多
数のゾーンの情報はポインタ定義セクタ（ＰＤＳ）に記
憶され、このセクタは状態バイト、ディスク上の多数の
ゾーン、タイムスタンプ、およびディスク上の各ゾーン
に対し各１の複数のポインタを持つように構成される。 タイムスタンプはディスクが最後にフォーマット化され
た時刻を表示するのに用いられる。各ゾーンのサイズは
ディスクのフォーマットされたユーザー容量をＰＤＳセ
クタ中に表示されるゾーン数で割ることによって決定さ
れる。ディスク上の最後のゾーンには、この除算で割り
切られなかった場合、余剰セクタができる。ディスクが
フォーマット化されるとき、このデータ中のすべてのセ
クタとディスクの余分な領域が消去される。したがって
、新しくフォーマット化されたディスクのすべてのポイ
ンタは各ゾーンの第１のセクタにセットされている。
【００４１】ディスクがドライブに挿入されると、ドラ
イブがＰＤＳセクタを読んでディスクがどのようにゾー
ン分けされているかを調べ、各ゾーンへの書き込みに利
用可能な第１のセクタを発見する。また、ＰＤＳ状態バ
イトがＰＤＳセクタがディスクが最後に使用された後更
新されていないことを示している場合、ドライブは回復
シーケンスを開始してＰＤＳセクタを更新する。次にド
ライブは状態バイトをセットしてディスク上の動作を可
能とする前に、ディスクが開放していることを示す。し
たがってこれらの動作の後ディスクが更新されていない
場合、この状態は次のディスクの挿入についてエラー回
復が必要であることを明示するものである。すべての動
作後、ＰＤＳセクタは更新され、状態はディスクが更新
されたことを示すようにセットされる。
【００４２】書き込みコマンドが受け取られると、ドラ
イブはまずＰＤＳの内容を自己のメモリ（ＰＤＳがすで
にメモリに入っていない場合）に読み込み、あるゾーン
の目標セクタがそのゾーンのポインタの前にあるかどう
かを調べる。目標セクタがポインタの前であれば、セク
タの空白チェックを行って書き込みを行うかどうかを決
定することができる。書き込みを行うべきセクタがその
ゾーンのポインタの位置あるいはその後に位置する場合
、このセクタが使用可能であることがわかるため、すぐ
に書き込みを行う。書き込み動作の後、メモリ中でＰＤ
Ｓのゾーンポインタが更新される。ディスクをドライブ
から取り出す前に、ＰＤＳセクタはディスクに再書き込
みされる。
【００４３】このようにしてディスクの大部分が順次書
き込まれ、また頻繁には更新されないアプリケーション
では、ポインタの後に発生する書き込みディスクにさら
になにかの操作を行うことなくすぐに行われるため、か
なりの性能の向上が実現できる。
【００４４】図７はゾーンを用いた書き込み動作のフロ
ーチャートである。図７において、入力後、ブロック７
０２で書き込みを行うセクションのゾーンを計算する。 次にブロック７０４でそのゾーン中のポインタを得て、
ブロック７０６で書き込みがポインタの前に発生するか
とうかを判定する。書き込みがポインタの前に発生すれ
ば、ブロック７０６はブロック７０８に移行し、そこで
ディスクを読んで空白チェックを行い、そのセクタが現
在空白であるかどうかが判定される。そのセクタが現在
空白である場合、ブロック７１０はブロック７１６に移
行し、そこで空白セクタ標識が返される。セクタが空白
でない場合、ブロック７１０はブロック７１４に移行し
、そこでポインタが新しい値に更新され、次にブロック
７１６で空白セクタ標識が返される。
【００４５】図４、図５、図６あるいは図７のフローチ
ャートは読み取りエラー後にセクタがデータを含むかそ
れとも空白であるかを判定するための読み取りコマンド
中にも用いることができる。この判定はドライブがエラ
ー訂正を行うべきかを決定することを可能とする。それ
は不必要なエラー訂正を避けることで読み取り性能が向
上するためである。
【００４６】
【発明の効果】以上のように、本発明によれば、光学媒
体上のデータの書き込みを制限する装置と方法を提供す
ることが可能である。
【００４７】さらに、本発明によれば、書き込み可能な
媒体を読み取り専用媒体として定義する装置と方法を提
供することが可能である。
【００４８】さらに、本発明によれば、書き込み可能な
媒体の部分を読み取り専用媒体として定義する装置と方
法を提供することが可能である。
【００４９】さらに、本発明によれば、媒体の部分を書
き込み可能から読み取り専用に動的に変更する装置と方
法を提供することが可能である。
【００５０】さらに、本発明によれば、媒体の各データ
セクタを書き込み可能から読み取り専用に再定義するこ
とのできる書き込み可能な媒体を定義する装置と方法を
提供することが可能である。
【００５１】さらに、本発明によれば、媒体のセクタが
書き込まれ、またどのセクタが書き込み可能であるかを
定義する媒体上に記憶されたデータ構造を提供すること
が可能である。
【００５２】さらに、本発明によれば、再書き込み可能
な媒体の消去されたセクタ管理のための装置と方法を提
供することが可能である。
【００５３】以上、この発明の好適な実施例を説明した
が、この発明の目的が十分に達成されたことが理解され
よう。また当該技術の熟練者にはこの発明の精神と範囲
から逸脱することなく構造や回路へのさまざまな変更、
およびこの発明の多様な実施例やアプリケーションがあ
りうることは明白であろう。この開示内容と説明は例示
であり、いかなる意味でもこの発明を限定せず、この発
明の範囲は特許請求の範囲の記載によって好適に定めら
れるものである。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を組み込むコンピュータシステムのブロ
ック図である。
【図２】本発明と共に用いる光学ディスクの概略図であ
る。
【図３】本発明の書き込み動作の流れ図である。
【図４】ビットマップディレクトリを用いたセクタ状態
決定の流れ図である。
【図５】ポインタディレクトリを用いたセクタ状態決定
の流れ図である。
【図６】好適な実施例のディレクトリを用いたセクタ状
態決定の流れ図である。
【図７】ゾーン及びポインタ法を用いたセクタ状態決定
の流れ図である。
【符号の説明】
１００　　コンピュータシステム １０２　　処理要素 １０４　　システムバス １０６　　キーボード １０８　　ディスプレイ １１０　　主メモリ １１２　　オペレーティングシステム １１４　　ユーザソフトウェア １２０　　光学データ記憶装置 １２２　　インタフェース １２４　　ドライブコントローラ １２６　　光学ドライブ ２００　　ディスク ２０２　　データ記憶領域 ２０４　　制御トラック ２０６　　心穴

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データを読み取り及び書き込みするための
    データ格納装置と；前記データを格納するべく前記デー
    タ格納装置内に配置されたデータ格納媒体と；前記デー
    タ格納媒体の複数の予め規定された部分のそれぞれに関
    する格納状態インディケータを規定するべく前記データ
    格納媒体内に包含される手段と；書き込み状態から読み
    取りのみ状態に前記格納状態インディケータを変更する
    ための前記格納装置内の手段と；から成ることを特徴と
    するデータ格納システム。
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