JPH0664548B2 - ファイル管理装置 - Google Patents
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- JPH0664548B2 JPH0664548B2 JP63032012A JP3201288A JPH0664548B2 JP H0664548 B2 JPH0664548 B2 JP H0664548B2 JP 63032012 A JP63032012 A JP 63032012A JP 3201288 A JP3201288 A JP 3201288A JP H0664548 B2 JPH0664548 B2 JP H0664548B2
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- 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
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- G11B2220/21—Disc-shaped record carriers characterised in that the disc is of read-only, rewritable, or recordable type
- G11B2220/215—Recordable discs
- G11B2220/218—Write-once discs
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Description
【発明の詳細な説明】 以下の順序で本発明を説明する。
Ａ産業上の利用分野 Ｂ従来技術 Ｃ発明が解決しようとする問題点 Ｄ問題点を解決するための手段 Ｅ実施例 Ｅ１データ・メモリ・システム及び記録メモリ・ディス
ク（第２、３図） Ｅ２デイレクトリ（第１図） Ｅ３デイレクトリのヘッダ及びセグメント構造（第４、
５図） Ｅ４ＦＥＭＣＢ及びＯＤＤＣＢ１２８（第６図） Ｅ５コントローラによる探索、更新、記録の末端識別
（第７、８、９図） Ｅ６媒体欠損の処理（第１０図） Ｅ７キャッシング（第１１図） Ｅ８データ・エクステント（第１２図） Ｆ発明の効果 Ａ産業上の利用分野 本発明はデータ・メモリ装置、具体的にはこのようなメ
モリ装置に使用可能なデイレクトリに関する。本発明は
いわゆる追記型光ディスク・データ記録媒体などの消去
不能、即ちライトワンス記録装置に最も有利に使用でき
る。
ク（第２、３図） Ｅ２デイレクトリ（第１図） Ｅ３デイレクトリのヘッダ及びセグメント構造（第４、
５図） Ｅ４ＦＥＭＣＢ及びＯＤＤＣＢ１２８（第６図） Ｅ５コントローラによる探索、更新、記録の末端識別
（第７、８、９図） Ｅ６媒体欠損の処理（第１０図） Ｅ７キャッシング（第１１図） Ｅ８データ・エクステント（第１２図） Ｆ発明の効果 Ａ産業上の利用分野 本発明はデータ・メモリ装置、具体的にはこのようなメ
モリ装置に使用可能なデイレクトリに関する。本発明は
いわゆる追記型光ディスク・データ記録媒体などの消去
不能、即ちライトワンス記録装置に最も有利に使用でき
る。
Ｂ従来技術 デイレクトリは計算機のデータ・ベース中のデータをア
クセスするのに使用されている。デイレクトリの普通の
タイプいわゆる木(tree)デイレクトリであり、これでは
上のデイレクトリ・レベルが下のデイレクトリ・レベル
を指定し、このレベルが可能な時はより下のデイレクト
リ・レベルを指定し、このレベルが次にアクセスできる
データの位置を識別している。デイレクトリの最上位の
レベルはしばしばルート・デイレクトリと呼ばれる。こ
のようなデイレクトリ構造の例はＩＢＭ社の１９８３年
著作権マニュアル・パーツ番号１５０２３４３によって
示されるＩＢＭパーソナル・コンピュータ・コンピュー
タ言語シリーズのディスク・オペレーティング・システ
ム（ＤＯＳ）に使用されている。デイレクトリ構造はＤ
ＯＳ中でＴＲＥＥ（木）コマンドもしくはデイレクトリ
・コマンドＤＩＲのいずれかによって眺めることができ
る。ＳＥＴ ＳＥＡＲＣＨデイレクトリ・コマンドとし
て使用できるＤＯＳコマンドＰＡＴＨが種々のデイレク
トリ・レベルへの経路を識別して単一のファイルもしく
はファイル群をアクセスしている。ＤＯＳ中では、各フ
ァイルはファイル名及び３つのアルファベット文字によ
るオプショナルな拡張によって参照される。ファイル名
及び拡張はピリオドによって分離されている。木デイレ
クトリの他の例は米国特許第４４６８７２８号に示され
ている。
クセスするのに使用されている。デイレクトリの普通の
タイプいわゆる木(tree)デイレクトリであり、これでは
上のデイレクトリ・レベルが下のデイレクトリ・レベル
を指定し、このレベルが可能な時はより下のデイレクト
リ・レベルを指定し、このレベルが次にアクセスできる
データの位置を識別している。デイレクトリの最上位の
レベルはしばしばルート・デイレクトリと呼ばれる。こ
のようなデイレクトリ構造の例はＩＢＭ社の１９８３年
著作権マニュアル・パーツ番号１５０２３４３によって
示されるＩＢＭパーソナル・コンピュータ・コンピュー
タ言語シリーズのディスク・オペレーティング・システ
ム（ＤＯＳ）に使用されている。デイレクトリ構造はＤ
ＯＳ中でＴＲＥＥ（木）コマンドもしくはデイレクトリ
・コマンドＤＩＲのいずれかによって眺めることができ
る。ＳＥＴ ＳＥＡＲＣＨデイレクトリ・コマンドとし
て使用できるＤＯＳコマンドＰＡＴＨが種々のデイレク
トリ・レベルへの経路を識別して単一のファイルもしく
はファイル群をアクセスしている。ＤＯＳ中では、各フ
ァイルはファイル名及び３つのアルファベット文字によ
るオプショナルな拡張によって参照される。ファイル名
及び拡張はピリオドによって分離されている。木デイレ
クトリの他の例は米国特許第４４６８７２８号に示され
ている。
ＩＢＭパーソナル・コンピュータＸＴマシン上で使用さ
れているＤＯＳバージョン２．３では、ルート・デイレ
クトリはいわゆるハード・ディスク（磁気メモリ）の外
側のトラック中に記憶されているが、サブデイレクトリ
と呼ばれる種々の下位レベルはデータ・メモリ・ディス
ク全体を通して分散されている。システムは再書込み可
能であり、ディスクの容量が中程度、即ち５０メガバイ
ト以下の磁気データ・メモリ・ディスクについては良好
に動作している。従って、大容量ディスク、即ち２００
メガバイト以上のディスクに記憶されているデータを効
率的に管理するためには、ＤＯＳ及び他のオペレーティ
ング・システムとともに使用できる木型の改良デイレク
トリが望まれる。このような管理は大きな計算力を必要
としないで行われなければならない。或る光学ディスク
はいわゆる追記型ディスクであり、ディスク表面上の変
化、溶融以外のディスクのトポグラフィの変化、ディス
クのカラーの変化等といった非可逆的記憶を生じてい
る。ライトワンスは又消去不能記憶と呼ばれる。データ
処理環境ではビデオもしくはイメージ獲得環境と異なっ
て、ファイル更新としてディスク上に記憶されるデータ
は一般に線形状（アドレス順）には生じない。このこと
は記憶すべきデータを記述するのに必要とされるデイレ
クトリの寸法が予め決定できないことを意味する。即ち
データ記憶空間を最適に利用し、ディスク上の割当てら
れたデータ・メモリ位置（データ・メモリ空間とも呼ば
れる）を探知するためのデイレクトリ探索時間を最小に
するデイレクトリ管理技術が必要になる。換言すれば、
各デイレクトリ・ブロックで利用可能な情報を最大化
し、データ記憶空間の消費及び割当てられた空間をアク
セスするためのデイレクトリ探索時間を最小にする必要
がある。また、各デイレクトリは、探索時間を減少する
とともに割当てられたデータ・メモリ空間を、データ・
メモリ空間を保持する限界まで充填可能とするべきであ
る。
れているＤＯＳバージョン２．３では、ルート・デイレ
クトリはいわゆるハード・ディスク（磁気メモリ）の外
側のトラック中に記憶されているが、サブデイレクトリ
と呼ばれる種々の下位レベルはデータ・メモリ・ディス
ク全体を通して分散されている。システムは再書込み可
能であり、ディスクの容量が中程度、即ち５０メガバイ
ト以下の磁気データ・メモリ・ディスクについては良好
に動作している。従って、大容量ディスク、即ち２００
メガバイト以上のディスクに記憶されているデータを効
率的に管理するためには、ＤＯＳ及び他のオペレーティ
ング・システムとともに使用できる木型の改良デイレク
トリが望まれる。このような管理は大きな計算力を必要
としないで行われなければならない。或る光学ディスク
はいわゆる追記型ディスクであり、ディスク表面上の変
化、溶融以外のディスクのトポグラフィの変化、ディス
クのカラーの変化等といった非可逆的記憶を生じてい
る。ライトワンスは又消去不能記憶と呼ばれる。データ
処理環境ではビデオもしくはイメージ獲得環境と異なっ
て、ファイル更新としてディスク上に記憶されるデータ
は一般に線形状（アドレス順）には生じない。このこと
は記憶すべきデータを記述するのに必要とされるデイレ
クトリの寸法が予め決定できないことを意味する。即ち
データ記憶空間を最適に利用し、ディスク上の割当てら
れたデータ・メモリ位置（データ・メモリ空間とも呼ば
れる）を探知するためのデイレクトリ探索時間を最小に
するデイレクトリ管理技術が必要になる。換言すれば、
各デイレクトリ・ブロックで利用可能な情報を最大化
し、データ記憶空間の消費及び割当てられた空間をアク
セスするためのデイレクトリ探索時間を最小にする必要
がある。また、各デイレクトリは、探索時間を減少する
とともに割当てられたデータ・メモリ空間を、データ・
メモリ空間を保持する限界まで充填可能とするべきであ
る。
上述の原理及び思想は消去不能メモリ・データに特に関
連するが、含まれる原理は又再書込み可能即ち可逆デー
タ・メモリにも適用可能である。
連するが、含まれる原理は又再書込み可能即ち可逆デー
タ・メモリにも適用可能である。
いずれの型のメモリでも、記憶されるデータが非線形
（非順次的）に追加されるということはデイレクトリの
寸法が増大することを意味する。従って、デイレクトリ
構成は構成される限りにおいて完全にモジュール形式で
自足的であり、一方では広範囲の変更及び拡張を可能と
するものでなければならない。消去不能な記録に関連し
て特に注目すべき別の態様においては、たとえば光デー
タ・メモリ・ディスクに読取り専用セグメントが用意さ
れている。このような読取り専用セグメントは今後受入
れられてゆくであろう消去不能記録に使用されると同じ
型の記録に使用できる。光ディスクが工場から出荷され
る時は、勿論読取り専用部はディスクに記録されるが、
これ等は読取りデータのための対応するモジュール型デ
イレクトリを有する。ユーザはディスクを読取ると、追
加データを加えることができデイレクトリをモジュール
単位で拡張し、ディスクがデータで充満される時は、デ
ィスク上に記憶されたすべてのデータについて単一デイ
レクトリが存在する。デイレクトリは変更可能であり、
消去不能記録上のデイレクトリのデータの断片化の解消
が可能である。この動作は追加のモジュールを記録され
たデータ及びデイレクトリに加えることによって達成さ
れる。
（非順次的）に追加されるということはデイレクトリの
寸法が増大することを意味する。従って、デイレクトリ
構成は構成される限りにおいて完全にモジュール形式で
自足的であり、一方では広範囲の変更及び拡張を可能と
するものでなければならない。消去不能な記録に関連し
て特に注目すべき別の態様においては、たとえば光デー
タ・メモリ・ディスクに読取り専用セグメントが用意さ
れている。このような読取り専用セグメントは今後受入
れられてゆくであろう消去不能記録に使用されると同じ
型の記録に使用できる。光ディスクが工場から出荷され
る時は、勿論読取り専用部はディスクに記録されるが、
これ等は読取りデータのための対応するモジュール型デ
イレクトリを有する。ユーザはディスクを読取ると、追
加データを加えることができデイレクトリをモジュール
単位で拡張し、ディスクがデータで充満される時は、デ
ィスク上に記憶されたすべてのデータについて単一デイ
レクトリが存在する。デイレクトリは変更可能であり、
消去不能記録上のデイレクトリのデータの断片化の解消
が可能である。この動作は追加のモジュールを記録され
たデータ及びデイレクトリに加えることによって達成さ
れる。
任意のデイレクトリ中の探索時間はデータ・メモリ装置
の成功及びデータ・ベースへの迅速なアクセスにとって
重大である。このような探索はデータ・ベースもしくは
デイレクトリ構造をインデックスすることによって行わ
れる。インデキシングの例は米国特許第４６１１２７２
号に開示されている。データを識別もしくは探し出すた
めには、インデックスのみを探索すればよい。この事実
はデータを発見するには、少ないデータ項目を調べれば
よいこと、従って探索時間が減少することを意味する。
或るデータ・ベースについては各項目中のフィールドの
１つはインデックス・フィールドとして指定される。通
常このようなインデックス・フィールドは最初に導入さ
れるフィールドとなるように選択され、すなわち最初の
フィールドは各々導入領域の開始時に生じ、これが常に
アクセスされる最初のフィールドなる。このフィールド
の情報内容はデータ・ベースから抽出され、別個のデー
タ・ベース・インデックス中に設定され、データ・ベー
ス・インデックスはデータ項目と独立に探索される。こ
のシステムの限界はどのフィールドをインデックスとし
て使用するかを適切に選択することを保証することにあ
る。勿論、両方の場合に、別個のインデックス・ファイ
ルを記憶するのに追加のデータ・メモリ空間が必要とさ
れる。木型のデータ・デイレクトリも同じようにしてイ
ンデックスされる。改良されたインデックス機能は、ソ
フトウエアのコスト上のオーバーヘッドを最小にして比
較的簡単にデータの多重バージョンを処理するために拡
張可能なデイレクトリを収容するのに必要である。
の成功及びデータ・ベースへの迅速なアクセスにとって
重大である。このような探索はデータ・ベースもしくは
デイレクトリ構造をインデックスすることによって行わ
れる。インデキシングの例は米国特許第４６１１２７２
号に開示されている。データを識別もしくは探し出すた
めには、インデックスのみを探索すればよい。この事実
はデータを発見するには、少ないデータ項目を調べれば
よいこと、従って探索時間が減少することを意味する。
或るデータ・ベースについては各項目中のフィールドの
１つはインデックス・フィールドとして指定される。通
常このようなインデックス・フィールドは最初に導入さ
れるフィールドとなるように選択され、すなわち最初の
フィールドは各々導入領域の開始時に生じ、これが常に
アクセスされる最初のフィールドなる。このフィールド
の情報内容はデータ・ベースから抽出され、別個のデー
タ・ベース・インデックス中に設定され、データ・ベー
ス・インデックスはデータ項目と独立に探索される。こ
のシステムの限界はどのフィールドをインデックスとし
て使用するかを適切に選択することを保証することにあ
る。勿論、両方の場合に、別個のインデックス・ファイ
ルを記憶するのに追加のデータ・メモリ空間が必要とさ
れる。木型のデータ・デイレクトリも同じようにしてイ
ンデックスされる。改良されたインデックス機能は、ソ
フトウエアのコスト上のオーバーヘッドを最小にして比
較的簡単にデータの多重バージョンを処理するために拡
張可能なデイレクトリを収容するのに必要である。
Ｃ発明が解決しようとする問題点 本発明の目的は、一回書込み、即ち消去不可能な記録技
術においてディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領
域をできるだけ完全に充填することにある。
術においてディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領
域をできるだけ完全に充填することにある。
本発明の他の目的は、データ・メモリ空間の利用率を最
大化し、迅速なインデックス探索のためにデイレクトリ
を比較的圧縮された状態に保持する拡張可能なモジュー
ル型デイレクトリを与えることにある。
大化し、迅速なインデックス探索のためにデイレクトリ
を比較的圧縮された状態に保持する拡張可能なモジュー
ル型デイレクトリを与えることにある。
Ｄ問題点を解決するための手段 本発明によるデイレクトリは、データ・メモリ装置中に
記憶されたデータのファイルを識別するファイル名を有
し、このようなファイル名によって識別されるファイル
の位置を指定し、夫々ファイル名に関連する第１のアド
レス・ポインタを含む。デイレクトリはデータ・メモリ
装置中に記憶されることが好ましい。ファイル名及び関
連する夫々の第１のアドレス・ポインタはデイレクトリ
内の第１の複数のセグメント・モジュール中に記憶され
る。上記第１の複数のデイレクトリ・ヘッダ・モジュー
ルよりも少ない第２の複数のデイレクトリ・ヘッダ・モ
ジュールがデイレクトリ中にあって、各々が所定数のセ
グメント・モジュールを指示する第２のアドレス・ポイ
ンタを記憶して、各ヘッダが夫々のセグメント・モジュ
ールの組に関連するようになっている。さらに各ヘッダ
・モジュールはヘッダ・モジュールの他の１つによって
指示されるセグメントの組中のファイルを識別するため
のファイル名インデックスを含む。ライトワンスでは第
Ｎ番目のセグメント・モジュールの組はそのセグメント
・モジュールを識別する第Ｎ番目のヘッダ・モジュール
を含む。ヘッダ・モジュールはさらに第Ｎ−１番目の記
録デイレクトリ・モジュール中のセグメントへのインデ
ックスを含む。後者の配列では、セグメント・モジュー
ルはデータ・メモリ装置中の記録と略同時に記憶され
る。
記憶されたデータのファイルを識別するファイル名を有
し、このようなファイル名によって識別されるファイル
の位置を指定し、夫々ファイル名に関連する第１のアド
レス・ポインタを含む。デイレクトリはデータ・メモリ
装置中に記憶されることが好ましい。ファイル名及び関
連する夫々の第１のアドレス・ポインタはデイレクトリ
内の第１の複数のセグメント・モジュール中に記憶され
る。上記第１の複数のデイレクトリ・ヘッダ・モジュー
ルよりも少ない第２の複数のデイレクトリ・ヘッダ・モ
ジュールがデイレクトリ中にあって、各々が所定数のセ
グメント・モジュールを指示する第２のアドレス・ポイ
ンタを記憶して、各ヘッダが夫々のセグメント・モジュ
ールの組に関連するようになっている。さらに各ヘッダ
・モジュールはヘッダ・モジュールの他の１つによって
指示されるセグメントの組中のファイルを識別するため
のファイル名インデックスを含む。ライトワンスでは第
Ｎ番目のセグメント・モジュールの組はそのセグメント
・モジュールを識別する第Ｎ番目のヘッダ・モジュール
を含む。ヘッダ・モジュールはさらに第Ｎ−１番目の記
録デイレクトリ・モジュール中のセグメントへのインデ
ックスを含む。後者の配列では、セグメント・モジュー
ルはデータ・メモリ装置中の記録と略同時に記憶され
る。
本発明の他の態様では、データ記録媒体上のデータ記憶
空間の割当てはデータ信号を記憶するための微細部分に
なされる。レコード・メモリ・ディスクにおいては、た
とえば、ディスクは等角のデータ・メモリ・セクタに分
割されている。データを記憶するための最小の割当て単
位は所定のトラック内の少数のセクタであり、たとえば
トラック中の２３のセクタ中の２つのセクタである。他
方、デイレクトリのヘッダ・モジュール及びセグメント
・モジュールはトラックもしくは多くのトラック単位に
だけ割当てられ、デイレクトリの割当ての寸法は略ユー
ザ・データのための割当て寸法よりも大きくされる。デ
イレクトリの記録は順次的であり、すべてのデイレクト
リに割当てられたセクタは充填され、他方かなりの種々
の寸法のファイルがデータ領域に記憶されるようになっ
ている。デイレクトリは内部の半径上のトラックから始
まって連続的に半径方向外側に向って記録されることが
好ましい。同様に、データはデータ記録媒体上に一番外
側の半径上のトラックから始まってデイレクトリ記録の
方に向かって内方に連続的に記録される。一番外側のト
ラックの１つもしくは２つは、自己ブーティング(booti
ng)レコード、媒体の型を含む媒体の定義及びデイレク
トリの或る部分へのポインタのようなシステムの用途に
取っておかれる。他の配列ではデイレクトリはデータ記
憶領域の中心にあってもよく、ディスクのデイレクトリ
及びデータ・メモリ領域の独立した成長を支援すること
ができる。
空間の割当てはデータ信号を記憶するための微細部分に
なされる。レコード・メモリ・ディスクにおいては、た
とえば、ディスクは等角のデータ・メモリ・セクタに分
割されている。データを記憶するための最小の割当て単
位は所定のトラック内の少数のセクタであり、たとえば
トラック中の２３のセクタ中の２つのセクタである。他
方、デイレクトリのヘッダ・モジュール及びセグメント
・モジュールはトラックもしくは多くのトラック単位に
だけ割当てられ、デイレクトリの割当ての寸法は略ユー
ザ・データのための割当て寸法よりも大きくされる。デ
イレクトリの記録は順次的であり、すべてのデイレクト
リに割当てられたセクタは充填され、他方かなりの種々
の寸法のファイルがデータ領域に記憶されるようになっ
ている。デイレクトリは内部の半径上のトラックから始
まって連続的に半径方向外側に向って記録されることが
好ましい。同様に、データはデータ記録媒体上に一番外
側の半径上のトラックから始まってデイレクトリ記録の
方に向かって内方に連続的に記録される。一番外側のト
ラックの１つもしくは２つは、自己ブーティング(booti
ng)レコード、媒体の型を含む媒体の定義及びデイレク
トリの或る部分へのポインタのようなシステムの用途に
取っておかれる。他の配列ではデイレクトリはデータ記
憶領域の中心にあってもよく、ディスクのデイレクトリ
及びデータ・メモリ領域の独立した成長を支援すること
ができる。
本発明に関連ある文献としては、米国特許第４５７５８
２７号及び特開昭６１−２６４４６１号公報があげられ
る。
２７号及び特開昭６１−２６４４６１号公報があげられ
る。
Ｅ実施例 Ｅ１データ・メモリ・システム及び記録メモリ・ディス
ク 種々の図面で同一の部分及び機能は同一の番号で示され
る。先ず、第２図を参照すると、ホスト・プロセッサ１
０（パーソナル・コンピュータのような）はデスク・オ
ペレーテング・システムＤＯＳ１１及び入力／出力シス
テムＩＯＳ１２を含んでいる。ホスト・プロセッサ中で
実行されるプログラムはＤＯＳ１１によって実行され、
ディスク・メモリ装置、磁気タイプ、通信システム等の
ような周辺装置と通信する。ＤＯＳ１１はＩＯＳ１２に
よって周辺装置と通信する。或るプログラム構造では、
ＩＯＳ１２はＤＯＳ１１と一体になっている。このよう
な場合はＩＢＭパーソナル・コンピュータＤＯＳの場合
であり、ＩＯＳ１２はＲＯＭ（読取り専用メモリ）半導
体チップ上の基本的入力／出力システムでＢＩＯＳとし
て表われている。ケーブル１４はホスト・プロセッサ１
０をデータ・メモリ・システム１３に接続する。メモリ
・システム１３は特開昭６１−２６４４６１号公報に説
明されている。データ・メモリ・システム１３のコント
ローラ１５はホスト・プロセッサ１０をデイジー・チェ
イン（環状連鎖）接続１６を介して複数のディスク・ド
ライブ１７に接続するための一般に知られている電子回
路を含む。コントローラは通常のようにコントローラ１
５を動作させるための命令のプログラムより成るいわゆ
るマイクロコードを実行するためのマイクロプロセッサ
（図示されず）を含む。通常のように、コントローラ１
５はホスト・プロセッサ１０から命令及びデータを読取
って、ディスク・ファイル１７から読取ったデータを要
求に従ってホスト・プロセッサ１０に供給し、データ・
メモリ・システム１３にステータス情報を与える。番号
１９は２本の破線を指し、ディスク・ドライブ１７中の
ディスクに関してトランスジューサ（図示されず）を位
置決めする、回転する位置の感知の遂行、データのディ
スクからの読取り及びディスクへの書込みの制御、ステ
ータス及び他の機能の感知といったディスク・ドライブ
１７についてのコントローラ１５になじみ深い制御を表
わしている。
ク 種々の図面で同一の部分及び機能は同一の番号で示され
る。先ず、第２図を参照すると、ホスト・プロセッサ１
０（パーソナル・コンピュータのような）はデスク・オ
ペレーテング・システムＤＯＳ１１及び入力／出力シス
テムＩＯＳ１２を含んでいる。ホスト・プロセッサ中で
実行されるプログラムはＤＯＳ１１によって実行され、
ディスク・メモリ装置、磁気タイプ、通信システム等の
ような周辺装置と通信する。ＤＯＳ１１はＩＯＳ１２に
よって周辺装置と通信する。或るプログラム構造では、
ＩＯＳ１２はＤＯＳ１１と一体になっている。このよう
な場合はＩＢＭパーソナル・コンピュータＤＯＳの場合
であり、ＩＯＳ１２はＲＯＭ（読取り専用メモリ）半導
体チップ上の基本的入力／出力システムでＢＩＯＳとし
て表われている。ケーブル１４はホスト・プロセッサ１
０をデータ・メモリ・システム１３に接続する。メモリ
・システム１３は特開昭６１−２６４４６１号公報に説
明されている。データ・メモリ・システム１３のコント
ローラ１５はホスト・プロセッサ１０をデイジー・チェ
イン（環状連鎖）接続１６を介して複数のディスク・ド
ライブ１７に接続するための一般に知られている電子回
路を含む。コントローラは通常のようにコントローラ１
５を動作させるための命令のプログラムより成るいわゆ
るマイクロコードを実行するためのマイクロプロセッサ
（図示されず）を含む。通常のように、コントローラ１
５はホスト・プロセッサ１０から命令及びデータを読取
って、ディスク・ファイル１７から読取ったデータを要
求に従ってホスト・プロセッサ１０に供給し、データ・
メモリ・システム１３にステータス情報を与える。番号
１９は２本の破線を指し、ディスク・ドライブ１７中の
ディスクに関してトランスジューサ（図示されず）を位
置決めする、回転する位置の感知の遂行、データのディ
スクからの読取り及びディスクへの書込みの制御、ステ
ータス及び他の機能の感知といったディスク・ドライブ
１７についてのコントローラ１５になじみ深い制御を表
わしている。
好ましい形のデータ・メモリ・システム１３、ディスク
・ドライブ１７は光ディスク・ドライブである。即ちレ
ーザ（図示されず）がディスク上のいわゆる活性層を励
起してその物理的状態を変化させることにより記録情報
を示す。ディスク・ドライブはさらにラベルＯＤ１及び
ＯＤ２によって示されている。このような光ディスク・
レコーダの例は米国特許第４５６６０８８号に開示され
ている。このような装置の他の例も容易に見出すことが
できる。
・ドライブ１７は光ディスク・ドライブである。即ちレ
ーザ（図示されず）がディスク上のいわゆる活性層を励
起してその物理的状態を変化させることにより記録情報
を示す。ディスク・ドライブはさらにラベルＯＤ１及び
ＯＤ２によって示されている。このような光ディスク・
レコーダの例は米国特許第４５６６０８８号に開示され
ている。このような装置の他の例も容易に見出すことが
できる。
光学型の記録ディスクは第３図に示されている。光ディ
スク２０は回転軸２１のまわりに矢印２１Ａの方向に回
転する。第１の好ましい形式では、単一のスパイラル・
トラック２２が記録領域の半径の一番奥から半径の最外
部迄延びている。スパイラル・トラックは、周知のよう
なレーザ・ビームによってアモルファスと結晶状態間で
変化可能である感光材料の活性層で被覆されたスパイラ
ルの溝として記録ディスク２０上に物理的に表わされて
いる。他の記録形式及びレイアウトも同じ効率で本発明
の実施に使用できる。単一のスパイラル・トラックに代
って同心円のトラックも使用できる。第１の実施例にお
いては、各トラックもしくはスパイラルの一周は２３の
扇形セクタ（番号０−２２）を含み、各セクタは１０２
４データ・バイトを記憶する。各セクタはディスク２０
の１つのアドレス可能なデータ・メモリ位置である。小
さな扇形セクタがインデックス１８に与えられ、光学ト
ランスジューサ２４が矢印２３の方向に移動可能であ
り、一周の再トレースを示す矢印２３によって示された
ようにスパイラル・トラック２２の一周が繰返し走査で
きるようになっている。以下用語「トラック」は単一の
同心円トラックもしくはスパイラル・トラックの一周を
示すのに使用し、用語「スパイラル・トラック」は常に
スパイラル・トラック２２を示すものとする。
スク２０は回転軸２１のまわりに矢印２１Ａの方向に回
転する。第１の好ましい形式では、単一のスパイラル・
トラック２２が記録領域の半径の一番奥から半径の最外
部迄延びている。スパイラル・トラックは、周知のよう
なレーザ・ビームによってアモルファスと結晶状態間で
変化可能である感光材料の活性層で被覆されたスパイラ
ルの溝として記録ディスク２０上に物理的に表わされて
いる。他の記録形式及びレイアウトも同じ効率で本発明
の実施に使用できる。単一のスパイラル・トラックに代
って同心円のトラックも使用できる。第１の実施例にお
いては、各トラックもしくはスパイラルの一周は２３の
扇形セクタ（番号０−２２）を含み、各セクタは１０２
４データ・バイトを記憶する。各セクタはディスク２０
の１つのアドレス可能なデータ・メモリ位置である。小
さな扇形セクタがインデックス１８に与えられ、光学ト
ランスジューサ２４が矢印２３の方向に移動可能であ
り、一周の再トレースを示す矢印２３によって示された
ようにスパイラル・トラック２２の一周が繰返し走査で
きるようになっている。以下用語「トラック」は単一の
同心円トラックもしくはスパイラル・トラックの一周を
示すのに使用し、用語「スパイラル・トラック」は常に
スパイラル・トラック２２を示すものとする。
ＤＯＳブート領域２５はスパイラル・トラック２２の半
径上一番外側のセクタ０中にある。このようなＤＯＳブ
ート領域はレコード・メモリ・ディスク２０上に記録さ
れたプログラムによってホスト・プロセッサ１０の演算
動作を開始させるためのものである。このような初期プ
ログラムロード動作は周知で、その理由は説明しない。
一番外側の一周のセクタ１は光学ディスク装置制御ブロ
ックＯＤＤＣＢ２７を記憶する。このような制御ブロッ
クは第６図に示したようなレコード・メモリ・ディスク
２０を識別する自己記述データを含んでいる。ＯＤＤＣ
Ｂ２７はディスクの記録領域の最奥の部分にあるデイレ
クトリ領域２８へのトラック及びセクタ・ポインタを含
んでいる。デイレクトリ構造については後に説明する。
デイレクトリがモジュラ状に拡大する時は、デイレクト
リは半径上外側に向って成長する。これに対して、ユー
ザ・データはデータ２０のデータ記録領域の領域２９中
に記憶される。この領域はスパイラル・トラック２２の
外側から２周もしくは３周から始まることが好ましい。
一番外側の一周はブート及び制御、診断データのような
システム情報を記憶するのに取っておかれる。データを
レコード・メモリ・ディスク上に記録する時は、ユーザ
・データ領域２９はデイレクトリ領域２８に向って内側
に成長する。デイレクトリ及びユーザ・データの記録は
夫々連続していて、以下定義するようにすべてセクタ及
びすべてのトラックを充満する。デイレクトリ及びユー
ザ・データ領域２８、２９の端の間には、ユーザ・デー
タもしくはデイレクトリ・データのいずれかを受取る空
きの空間領域３０が存在する。従って、記録メモリ・デ
ィスク上でユーザ・データとデイレクトリ・データが混
合される。空き空間３０中のすべてのデータ・メモリ・
セクタは空セクタと呼ばれる。デイレクトリもしくはユ
ーザ・データのいずれかを含むセクタは１回書込み装置
では再び書込むことができない。可逆的記録メモリ・デ
ィスク２０を使用する場合には、重ね書きもしくは書直
しが許されるが、しかしながらデイレクトリ及びユーザ
・データ領域には上述の場合と同様にエントリが並べら
れてゆく米国特許第４５７５８２７号にはデイレクトリ
及びユーザ・データ領域の半径上の反対方向のエントリ
累積進行についての説明がある。
径上一番外側のセクタ０中にある。このようなＤＯＳブ
ート領域はレコード・メモリ・ディスク２０上に記録さ
れたプログラムによってホスト・プロセッサ１０の演算
動作を開始させるためのものである。このような初期プ
ログラムロード動作は周知で、その理由は説明しない。
一番外側の一周のセクタ１は光学ディスク装置制御ブロ
ックＯＤＤＣＢ２７を記憶する。このような制御ブロッ
クは第６図に示したようなレコード・メモリ・ディスク
２０を識別する自己記述データを含んでいる。ＯＤＤＣ
Ｂ２７はディスクの記録領域の最奥の部分にあるデイレ
クトリ領域２８へのトラック及びセクタ・ポインタを含
んでいる。デイレクトリ構造については後に説明する。
デイレクトリがモジュラ状に拡大する時は、デイレクト
リは半径上外側に向って成長する。これに対して、ユー
ザ・データはデータ２０のデータ記録領域の領域２９中
に記憶される。この領域はスパイラル・トラック２２の
外側から２周もしくは３周から始まることが好ましい。
一番外側の一周はブート及び制御、診断データのような
システム情報を記憶するのに取っておかれる。データを
レコード・メモリ・ディスク上に記録する時は、ユーザ
・データ領域２９はデイレクトリ領域２８に向って内側
に成長する。デイレクトリ及びユーザ・データの記録は
夫々連続していて、以下定義するようにすべてセクタ及
びすべてのトラックを充満する。デイレクトリ及びユー
ザ・データ領域２８、２９の端の間には、ユーザ・デー
タもしくはデイレクトリ・データのいずれかを受取る空
きの空間領域３０が存在する。従って、記録メモリ・デ
ィスク上でユーザ・データとデイレクトリ・データが混
合される。空き空間３０中のすべてのデータ・メモリ・
セクタは空セクタと呼ばれる。デイレクトリもしくはユ
ーザ・データのいずれかを含むセクタは１回書込み装置
では再び書込むことができない。可逆的記録メモリ・デ
ィスク２０を使用する場合には、重ね書きもしくは書直
しが許されるが、しかしながらデイレクトリ及びユーザ
・データ領域には上述の場合と同様にエントリが並べら
れてゆく米国特許第４５７５８２７号にはデイレクトリ
及びユーザ・データ領域の半径上の反対方向のエントリ
累積進行についての説明がある。
ヘッド２４は第３図に両凸レンズとして示されている。
ヘッド即ちトランスジューサ２４は記憶メモリ・ディス
ク２０の半径上を移動するいわゆるアクチュエータ・ア
ームの端部に支持されている。このような半径方向の移
動は直線もしくは弧線をなす。一般に、トランスジュー
サもしくはヘッド２４はアクチュエータ・アームと相対
的に移動できるように取付けられていて矢印２３で示し
たようなトラックの切換えが極めて短時間で生じ、レー
ザ・ビームを移動するためのヘッド２４の対物レンズ
（図示されず）を移動させるためのアクチュエータ上に
支持されたいわゆる微調整アクチュエータ（普通傾斜可
能鏡もしくは可動対物レンズが使用される）で達成され
るようになっている。
ヘッド即ちトランスジューサ２４は記憶メモリ・ディス
ク２０の半径上を移動するいわゆるアクチュエータ・ア
ームの端部に支持されている。このような半径方向の移
動は直線もしくは弧線をなす。一般に、トランスジュー
サもしくはヘッド２４はアクチュエータ・アームと相対
的に移動できるように取付けられていて矢印２３で示し
たようなトラックの切換えが極めて短時間で生じ、レー
ザ・ビームを移動するためのヘッド２４の対物レンズ
（図示されず）を移動させるためのアクチュエータ上に
支持されたいわゆる微調整アクチュエータ（普通傾斜可
能鏡もしくは可動対物レンズが使用される）で達成され
るようになっている。
Ｅ２デイレクトリ 第１図は本発明に従って構成されたデイレクトリを示
す。ＯＤＤＣＢ２７（第３図）は光ディスク自己記述制
御ブロック（ＯＤＳＤＣＢ）３５を含む。最外周のセク
タ１に記憶されているＯＤＳＤＣＢ３５は記録メモリ・
ディスク２０を定義する記録媒体即ちディスク記述子３
６及び以下説明するアンカー・ベースを含むスパイラル
・トラック２２の内周を指摘するアンカー・ベース・ポ
インタ３６の組を含む。ＯＤＳＤＣＳ３５は以下第５図
に関して説明するようにディスクの初期設定によってデ
ィスク２０上に記録される。ディスク２０は複数のデー
タ・セクタが媒体の記述子の活動記録を含むように再初
期設定できる。ＯＤＳＤＣＳ３５も種々の形式をとるこ
とができる。データの内容及び形式の変更の組合せをバ
ージョン（版）と呼ぶ。従って、媒体記述子３６中には
ＯＤＳＤＣＢのバージョンが示されている。又ホスト・
プロセッサ１０のためのディスクを開始させる制御プロ
グラムのバージョンも示されている。このプログラムは
ファイル・システム・ドライバと呼ばれ、ＤＯＳ１１の
一部をなしている。この部分は本発明の理解を助けるた
めに第７図乃至第９図に説明されている。ＤＯＳ１１と
その関連ファイル・システム・ドライバは本発明の理解
に関連しない、従って本明細書では説明しない機能を遂
行することを理解されたい。媒体記述子３６は又スパイ
ラル・トラックの各一周もしくは同心円トラックの組の
各トラック中のデータ・セクタ数の定義を含んでいる。
シリンダ当りのトラック数も定義されている。本発明の
最初の構成実施例ではいわゆる片面ディスクが使用さ
れ、各シリンダは単一のトラックしか持たないようにさ
れた。両面ディスクでは各シリンダは２本のトラックを
有する（シリンダは共通の半径を有するすべてのトラッ
クとして定義されている）。媒体記述子３６中にはボリ
ューム当りのシリンダ数も定義されている。ボリューム
とは１乃至それ以上の記録メモリ・ディスクの記録の側
面の集りである。又各セクタ中に記憶可能なデータ・バ
イト数及びディスク上のセクタの総数も含む。記述子３
６は又データ記憶空間の最小の割当てに含まれなければ
ならないセクタの数、たとえば２も示している。媒体の
型、即ち読取り専用、ライトワンスもしくは再書込み可
能、デイレクトリのためのアンカー・ベースのトラック
・アドレスも含まれている。ＯＤＳＤＣＢ３５はトラッ
ク番号のようなアンカー・ベースに関する記述データを
有する。ＯＤＳＤＣＢ３５（トラック番号を示すアドレ
スを記憶している）はディスク上の診断領域を指定す
る。これ等の領域はボリューム・ラベル及び通し番号の
ような一意的媒体識別コードとともに識別される。ＯＤ
ＳＤＣＢ３５中のこのようなすべての情報はＯＤＳＤＣ
Ｂ３５をディスク上に書込む前にデイレクトリを部分的
に構成してディスク２０上に記録しなければならないこ
とを意味している。
す。ＯＤＤＣＢ２７（第３図）は光ディスク自己記述制
御ブロック（ＯＤＳＤＣＢ）３５を含む。最外周のセク
タ１に記憶されているＯＤＳＤＣＢ３５は記録メモリ・
ディスク２０を定義する記録媒体即ちディスク記述子３
６及び以下説明するアンカー・ベースを含むスパイラル
・トラック２２の内周を指摘するアンカー・ベース・ポ
インタ３６の組を含む。ＯＤＳＤＣＳ３５は以下第５図
に関して説明するようにディスクの初期設定によってデ
ィスク２０上に記録される。ディスク２０は複数のデー
タ・セクタが媒体の記述子の活動記録を含むように再初
期設定できる。ＯＤＳＤＣＳ３５も種々の形式をとるこ
とができる。データの内容及び形式の変更の組合せをバ
ージョン（版）と呼ぶ。従って、媒体記述子３６中には
ＯＤＳＤＣＢのバージョンが示されている。又ホスト・
プロセッサ１０のためのディスクを開始させる制御プロ
グラムのバージョンも示されている。このプログラムは
ファイル・システム・ドライバと呼ばれ、ＤＯＳ１１の
一部をなしている。この部分は本発明の理解を助けるた
めに第７図乃至第９図に説明されている。ＤＯＳ１１と
その関連ファイル・システム・ドライバは本発明の理解
に関連しない、従って本明細書では説明しない機能を遂
行することを理解されたい。媒体記述子３６は又スパイ
ラル・トラックの各一周もしくは同心円トラックの組の
各トラック中のデータ・セクタ数の定義を含んでいる。
シリンダ当りのトラック数も定義されている。本発明の
最初の構成実施例ではいわゆる片面ディスクが使用さ
れ、各シリンダは単一のトラックしか持たないようにさ
れた。両面ディスクでは各シリンダは２本のトラックを
有する（シリンダは共通の半径を有するすべてのトラッ
クとして定義されている）。媒体記述子３６中にはボリ
ューム当りのシリンダ数も定義されている。ボリューム
とは１乃至それ以上の記録メモリ・ディスクの記録の側
面の集りである。又各セクタ中に記憶可能なデータ・バ
イト数及びディスク上のセクタの総数も含む。記述子３
６は又データ記憶空間の最小の割当てに含まれなければ
ならないセクタの数、たとえば２も示している。媒体の
型、即ち読取り専用、ライトワンスもしくは再書込み可
能、デイレクトリのためのアンカー・ベースのトラック
・アドレスも含まれている。ＯＤＳＤＣＢ３５はトラッ
ク番号のようなアンカー・ベースに関する記述データを
有する。ＯＤＳＤＣＢ３５（トラック番号を示すアドレ
スを記憶している）はディスク上の診断領域を指定す
る。これ等の領域はボリューム・ラベル及び通し番号の
ような一意的媒体識別コードとともに識別される。ＯＤ
ＳＤＣＢ３５中のこのようなすべての情報はＯＤＳＤＣ
Ｂ３５をディスク上に書込む前にデイレクトリを部分的
に構成してディスク２０上に記録しなければならないこ
とを意味している。
第１図を参照すると、アンカー・ベース・ポインタ３７
（指摘される情報を記憶するディスク２０のセクタのア
ドレスを含む）はアンカー・ベース４０を矢印３８によ
って示したように指定する。構成実施例ではデイレクト
リのためのアンカー・ベースはスパイラル・トラック２
２の単一周に記録されている。アンカー・ベース４０中
の項目はデータ・セクタ当り１項目存在するが、（トラ
ック・アドレスを記憶する）以下説明するルートデイレ
クトリを指定するデイレクトリ・アンカー・ポインタの
２３項目を含むトラックを指定する。従ってＯＤＳＤＣ
Ｂ３５中の単一のアドレス、即ちポインタ３７はアンカ
ーベース４０を含む単一のトラックを識別する。各トラ
ックは２３のセクタを有するのでアンカー・ベース４０
は、すべて矢印４１によって示したように最大２３のデ
イレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラックを指定
する。
（指摘される情報を記憶するディスク２０のセクタのア
ドレスを含む）はアンカー・ベース４０を矢印３８によ
って示したように指定する。構成実施例ではデイレクト
リのためのアンカー・ベースはスパイラル・トラック２
２の単一周に記録されている。アンカー・ベース４０中
の項目はデータ・セクタ当り１項目存在するが、（トラ
ック・アドレスを記憶する）以下説明するルートデイレ
クトリを指定するデイレクトリ・アンカー・ポインタの
２３項目を含むトラックを指定する。従ってＯＤＳＤＣ
Ｂ３５中の単一のアドレス、即ちポインタ３７はアンカ
ーベース４０を含む単一のトラックを識別する。各トラ
ックは２３のセクタを有するのでアンカー・ベース４０
は、すべて矢印４１によって示したように最大２３のデ
イレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラックを指定
する。
各デイレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラックは
又２３のセクタの有し、そのセクタの各々に１つのアン
カー・ポインタを記憶している。各アンカー・ポインタ
項目中にはその項目をデイレクトリ・アンカー・ポイン
タとして識別するための識別子“ｐ”（図示されず）が
含まれている。各アンカー・ポインタは逆ポインタによ
って単結合されている。各アンカー・ポインタの項目は
前のアンカー・ポインタ・トラック４５に向う逆ポイン
タを含む。最初に記憶されたアンカー・ポインタ・トラ
ックは逆ポインタとして０を有する。さらに各セクタも
しくはデイレクトリ・アンカー・ポインタは前のアンカ
ー・ポインタ項目への逆ポインタ、即ち前に記録したア
ンカー・ポインタ項目を記憶したセクタのアドレスを含
む。アンカー・ポインタを記憶する各トラックのセクタ
０は逆ポインタとして０を有する。最後に、各アンカー
・ポインタ中のアドレスは領域２８中の対応するルート
デイレクトリ・ヘッダを指定する。このアドレスはトラ
ック・アドレスであることが好ましい。このルート・デ
イレクトリは広義には磁気ハード・ディスクのためのＤ
ＯＳに関するルート・デイレクトリと対比できるが、そ
の内部構造はかなり異なっている。トラック当り２３の
アンカー・ポインタを有する２３のアンカー・ポインタ
・トラック中のデイレクトリ・ヘッダ・ポインタのすべ
ては第１図で曲線の矢印４６によって示されている。
又２３のセクタの有し、そのセクタの各々に１つのアン
カー・ポインタを記憶している。各アンカー・ポインタ
項目中にはその項目をデイレクトリ・アンカー・ポイン
タとして識別するための識別子“ｐ”（図示されず）が
含まれている。各アンカー・ポインタは逆ポインタによ
って単結合されている。各アンカー・ポインタの項目は
前のアンカー・ポインタ・トラック４５に向う逆ポイン
タを含む。最初に記憶されたアンカー・ポインタ・トラ
ックは逆ポインタとして０を有する。さらに各セクタも
しくはデイレクトリ・アンカー・ポインタは前のアンカ
ー・ポインタ項目への逆ポインタ、即ち前に記録したア
ンカー・ポインタ項目を記憶したセクタのアドレスを含
む。アンカー・ポインタを記憶する各トラックのセクタ
０は逆ポインタとして０を有する。最後に、各アンカー
・ポインタ中のアドレスは領域２８中の対応するルート
デイレクトリ・ヘッダを指定する。このアドレスはトラ
ック・アドレスであることが好ましい。このルート・デ
イレクトリは広義には磁気ハード・ディスクのためのＤ
ＯＳに関するルート・デイレクトリと対比できるが、そ
の内部構造はかなり異なっている。トラック当り２３の
アンカー・ポインタを有する２３のアンカー・ポインタ
・トラック中のデイレクトリ・ヘッダ・ポインタのすべ
ては第１図で曲線の矢印４６によって示されている。
ルート・デイレクトリ及びそのサブデイレクトリのすべ
て（すべて領域２８中にある）はコンパクトで走査が容
易なデイレクトリを与えるために、本発明のヘッダ、セ
グメント配列を使用する。デイレクトリ・セグメントは
データ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサブ
デイレクトリを記述する実際の項目を記憶している。他
方デイレクトリ・ヘッダ５０はインデキシングによって
関連するデイレクトリ・セグメント５２の探索を容易に
し、デイレクトリ構造のための空間の割当てを示すデー
タを記憶している。デイレクトリ・セグメントを構成す
るトラックの個々のディスク２０のセクタの各々は唯一
のデータ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサ
ブデイレクトリを含むことが好ましい。
て（すべて領域２８中にある）はコンパクトで走査が容
易なデイレクトリを与えるために、本発明のヘッダ、セ
グメント配列を使用する。デイレクトリ・セグメントは
データ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサブ
デイレクトリを記述する実際の項目を記憶している。他
方デイレクトリ・ヘッダ５０はインデキシングによって
関連するデイレクトリ・セグメント５２の探索を容易に
し、デイレクトリ構造のための空間の割当てを示すデー
タを記憶している。デイレクトリ・セグメントを構成す
るトラックの個々のディスク２０のセクタの各々は唯一
のデータ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサ
ブデイレクトリを含むことが好ましい。
この２デイレクトリ構造はデイレクトリのすべてのレベ
ルで使用される。デイレクトリ・セグメント５２、７４
とデイレクトリ・ヘッダ５０、７２はルートデイレクト
リ５１及びすべてのサブデイレクトリ７１中の同じ論理
構成を有する。各デイレクトリセグメント内には、特定
のデイレクトリ項目に関連する最大量の制御情報が記録
される。このような制御情報は記述されるデータ・ファ
イルの現在及び過去の履歴を含んでいる。また各デイレ
クトリ・ヘッダ内には、以下「デイレクトリ・セグメン
トの集合」と呼ばれるデイレクトリ・セグメントの収集
に関する最大量の制御情報が記録されている。
ルで使用される。デイレクトリ・セグメント５２、７４
とデイレクトリ・ヘッダ５０、７２はルートデイレクト
リ５１及びすべてのサブデイレクトリ７１中の同じ論理
構成を有する。各デイレクトリセグメント内には、特定
のデイレクトリ項目に関連する最大量の制御情報が記録
される。このような制御情報は記述されるデータ・ファ
イルの現在及び過去の履歴を含んでいる。また各デイレ
クトリ・ヘッダ内には、以下「デイレクトリ・セグメン
トの集合」と呼ばれるデイレクトリ・セグメントの収集
に関する最大量の制御情報が記録されている。
また、ライトワンスと呼ばれる記録は現在のデイレクト
リ・セグメントが各デイレクトリ・セグメントのための
別個のデイレクトリ・ヘッダ・レコードを記録なしに、
デイレクトリ・セグメントの発生と同時に記録できない
という制限を含んでいる。本発明はこの条件をなくす
る。デイレクトリ中のこのような冗長な記録の結果、性
能は減少され、デイレクトリを介してのデータのアクセ
スはデイレクトリ・ヘッダ・レコード要約中にインデッ
クス、即ち以前に発生されたデイレクトリ・セグメント
（デイレクトリ・セグメントの１つの前に記録された組
中にすべてある）を収集するための制御情報を組込むこ
とによって避けられる。
リ・セグメントが各デイレクトリ・セグメントのための
別個のデイレクトリ・ヘッダ・レコードを記録なしに、
デイレクトリ・セグメントの発生と同時に記録できない
という制限を含んでいる。本発明はこの条件をなくす
る。デイレクトリ中のこのような冗長な記録の結果、性
能は減少され、デイレクトリを介してのデータのアクセ
スはデイレクトリ・ヘッダ・レコード要約中にインデッ
クス、即ち以前に発生されたデイレクトリ・セグメント
（デイレクトリ・セグメントの１つの前に記録された組
中にすべてある）を収集するための制御情報を組込むこ
とによって避けられる。
種々のデイレクトリ構成の詳細を説明する前に、ルート
・デイレクトリの一般的配列について説明する。番号５
１によって一般的に示されているルート・デイレクトリ
は複数のルート・セグメントの組５２より成る。各々は
ヘッダ５０中の対応するルート・ヘッダ・ブロック５３
によって要約されている。さらに、ヘッダ５０の各々の
ルート・インデックス５４はルート・ヘッダ５３を記録
しないうちに記録されたルート・セグメントの組を夫々
インデックスする。最初のヘッダ中のインデックス５４
では、インデックスは０に等しく、ルート・ヘッダ部分
５３はすべて単一の矢印５５で示したように最初のルー
ト・セグメントの組（対応するセグメントの組と呼ばれ
る）を指定し、第２のルート・ヘッダ部は夫々第２のル
ート・セグメントの組を指定する（以下同じ）。最初の
ルート・ヘッダのインデックス部５６は０に等しい。第
２のルート・ヘッダのルート・インデックス部５７は最
初のルート・セグメントの組５８を曲線５９で示したよ
うにインデックスする。同じようにして、曲線６２によ
って示したように、第３図のヘッダ・ブロック５０のル
ート・インデックス部６０はルート・セグメント６１の
第２の組をインデックスする。番号６３はルート・ヘッ
ダ・ブロック以外の他のルート・ヘッダ・ブロックによ
るインデックスを示し、対応して指定されたルート・セ
グメントの組のデータを識別及び記述している。ルート
・ヘッダ、ルート・インデックス及びルート・セグメン
トについては第４図に関して後に説明する。
・デイレクトリの一般的配列について説明する。番号５
１によって一般的に示されているルート・デイレクトリ
は複数のルート・セグメントの組５２より成る。各々は
ヘッダ５０中の対応するルート・ヘッダ・ブロック５３
によって要約されている。さらに、ヘッダ５０の各々の
ルート・インデックス５４はルート・ヘッダ５３を記録
しないうちに記録されたルート・セグメントの組を夫々
インデックスする。最初のヘッダ中のインデックス５４
では、インデックスは０に等しく、ルート・ヘッダ部分
５３はすべて単一の矢印５５で示したように最初のルー
ト・セグメントの組（対応するセグメントの組と呼ばれ
る）を指定し、第２のルート・ヘッダ部は夫々第２のル
ート・セグメントの組を指定する（以下同じ）。最初の
ルート・ヘッダのインデックス部５６は０に等しい。第
２のルート・ヘッダのルート・インデックス部５７は最
初のルート・セグメントの組５８を曲線５９で示したよ
うにインデックスする。同じようにして、曲線６２によ
って示したように、第３図のヘッダ・ブロック５０のル
ート・インデックス部６０はルート・セグメント６１の
第２の組をインデックスする。番号６３はルート・ヘッ
ダ・ブロック以外の他のルート・ヘッダ・ブロックによ
るインデックスを示し、対応して指定されたルート・セ
グメントの組のデータを識別及び記述している。ルート
・ヘッダ、ルート・インデックス及びルート・セグメン
トについては第４図に関して後に説明する。
最初のルート・デイレクトリ・セグメントの組５２は矢
印６５で示したようにディスク２０上に記憶されている
実際のデータ・ファイルを指定する。このようなファイ
ルはディスク２０上の領域２９中に記録され、ひとまと
めにして番号６６によって示されている。このようなフ
ァイルはＤＯＳバージョン２．１マニュアル中に示され
た通常のＤＯＳの命名法を使用して「ファイル名、ext
（拡張子）」によって識別されることが好ましい。ファ
イル６６の組を指し示す以外に、ルート・デイレクトリ
・セグメントの組の項目は又複数のブラケット７１によ
って示されたような複数の同一構成のサブデイレクトリ
の組の１つのサブデイレクトリを指定する矢印７０によ
って示したように、サブデイレクトリを識別することが
できる。各サブデイレクトリ７１は内部的にはルート・
デイレクトリの内部構造と同じように達成される。各サ
ブデイレクトリは曲線の矢印７３によって示したように
複数のサブセグメントの組７４を識別及びインデックス
するサブデイレクトリ・サブヘッダ７２を含む。サブデ
イレクトリ・セグメントの組７４はルート・セグメント
の組と同じような構成になっている。このようなサブデ
イレクトリ・セグメントの組は複数存在する。矢印７５
は各サブデイレクトリ・セグメントの組７４がユーザ・
データ領域２９内に存在する記憶されたデータ・ファイ
ル６６を識別することができることを示している。各サ
ブデイレクトリ・セグメントの組は矢印７６によって示
されるようにさらに他のサブデイレクトリを識別する項
目を含むことができる。このようなさらに他のサブデイ
レクトリはデータ・ファイル６６を指示するか、もしく
は途中を省略した矢印７７で示したようにあるサブデイ
レクトリ・セグメントの組によってデータ・ファイル６
６を最終的に識別するさらに他のサブデイレクトリを指
示することができる。
印６５で示したようにディスク２０上に記憶されている
実際のデータ・ファイルを指定する。このようなファイ
ルはディスク２０上の領域２９中に記録され、ひとまと
めにして番号６６によって示されている。このようなフ
ァイルはＤＯＳバージョン２．１マニュアル中に示され
た通常のＤＯＳの命名法を使用して「ファイル名、ext
（拡張子）」によって識別されることが好ましい。ファ
イル６６の組を指し示す以外に、ルート・デイレクトリ
・セグメントの組の項目は又複数のブラケット７１によ
って示されたような複数の同一構成のサブデイレクトリ
の組の１つのサブデイレクトリを指定する矢印７０によ
って示したように、サブデイレクトリを識別することが
できる。各サブデイレクトリ７１は内部的にはルート・
デイレクトリの内部構造と同じように達成される。各サ
ブデイレクトリは曲線の矢印７３によって示したように
複数のサブセグメントの組７４を識別及びインデックス
するサブデイレクトリ・サブヘッダ７２を含む。サブデ
イレクトリ・セグメントの組７４はルート・セグメント
の組と同じような構成になっている。このようなサブデ
イレクトリ・セグメントの組は複数存在する。矢印７５
は各サブデイレクトリ・セグメントの組７４がユーザ・
データ領域２９内に存在する記憶されたデータ・ファイ
ル６６を識別することができることを示している。各サ
ブデイレクトリ・セグメントの組は矢印７６によって示
されるようにさらに他のサブデイレクトリを識別する項
目を含むことができる。このようなさらに他のサブデイ
レクトリはデータ・ファイル６６を指示するか、もしく
は途中を省略した矢印７７で示したようにあるサブデイ
レクトリ・セグメントの組によってデータ・ファイル６
６を最終的に識別するさらに他のサブデイレクトリを指
示することができる。
構成実施例では、セクタに書込まれる時は、１回しか書
込むことができない。この制約と、最初のセグメントの
項目が記録されることによってヘッダが書込まれるとい
う条件の結果、ヘッダを記録するディスク２０上のセク
タはさらに記録するためには利用できない。従ってヘッ
ダに関連するセグメント項目のためのインデックスはヘ
ッダとともに記録できない。本発明は以下の説明から明
らかになるようにこのジレンマを解決する。この方法は
データを記録する前に全セクタを消去する必要のある磁
気光学記録にも使用できる。本発明はセクタを書直す必
要及びデイレクトリに重ね書きするための２回以上の回
転（１つの回転は消去、１つの回転は再書込み）の必要
性を解消する。
込むことができない。この制約と、最初のセグメントの
項目が記録されることによってヘッダが書込まれるとい
う条件の結果、ヘッダを記録するディスク２０上のセク
タはさらに記録するためには利用できない。従ってヘッ
ダに関連するセグメント項目のためのインデックスはヘ
ッダとともに記録できない。本発明は以下の説明から明
らかになるようにこのジレンマを解決する。この方法は
データを記録する前に全セクタを消去する必要のある磁
気光学記録にも使用できる。本発明はセクタを書直す必
要及びデイレクトリに重ね書きするための２回以上の回
転（１つの回転は消去、１つの回転は再書込み）の必要
性を解消する。
ディスク２０の領域２８中のデイレクトリの初期の配置
はスパイラル・トラック２２の半径最内周の一周を診断
もしくは基準トラックとして定義する。次の２つの半径
上外側の２トラック（最奥から第２番目及び第３番目の
トラック）はルート・デイレクトリ・セグメント５８を
含む。一度ルート・デイレクトリ・セグメントを割当て
ると、次に最初のルート・デイレクトリ・ヘッダが他の
トラックに割当てられる。このルート・ヘッダ・トラッ
クは最奥のトラックから４番目のトラックに割当てられ
て書込まれる。次に最初のデイレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５が次の半径上最も内側、即ち第５のトラック
に書込まれ、次に次のトラック即ち第６番目のトラック
にアンカー・ベース４０が記録される。この記録に続い
て、サブデイレクトリ及び追加のルート・セグメントの
組及びルート・ヘッダがディスク２０上の半径位置が増
加するトラックに割当てられ書込まれる。アンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタ４５はこれに従って更新さ
れる。
はスパイラル・トラック２２の半径最内周の一周を診断
もしくは基準トラックとして定義する。次の２つの半径
上外側の２トラック（最奥から第２番目及び第３番目の
トラック）はルート・デイレクトリ・セグメント５８を
含む。一度ルート・デイレクトリ・セグメントを割当て
ると、次に最初のルート・デイレクトリ・ヘッダが他の
トラックに割当てられる。このルート・ヘッダ・トラッ
クは最奥のトラックから４番目のトラックに割当てられ
て書込まれる。次に最初のデイレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５が次の半径上最も内側、即ち第５のトラック
に書込まれ、次に次のトラック即ち第６番目のトラック
にアンカー・ベース４０が記録される。この記録に続い
て、サブデイレクトリ及び追加のルート・セグメントの
組及びルート・ヘッダがディスク２０上の半径位置が増
加するトラックに割当てられ書込まれる。アンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタ４５はこれに従って更新さ
れる。
Ｅ３デイレクトリのヘッダ及びセグメントの構造 第４図を参照するに、本発明のデイレクトリのヘッダ及
びセグメント構造が示されている。各デイレクトリ及び
サブデイレクトリはヘッダ及びセグメントの集りを有す
る。各デイレクトリ・ヘッダは以下で説明するように更
新された最後のセグメントである現在のデイレクトリ・
セグメントを指定即ちアドレスするだけでなく、直前に
記録されたデイレクトリ・セグメントの組のための要約
レコードもしくはインデックスをヘッダの１部として記
録している。各ヘッダは現在処理されつつある現在のデ
イレクトリのセグメント・レコードの残りに対するポイ
ンタを含む。各ヘッダはデイレクトリ・セグメント記録
の前のコレクションに関連する要約情報を記憶する。本
発明の第１の実施例では、各デイレクトリ・ヘッダは２
２のデイレクトリ・セグメント項目に対するアドレス・
ポインタを含んでいる。任意のデイレクトリもしくはサ
ブデイレクトリ中の最初に記録されたデイレクトリ・ヘ
ッダは最初のデイレクトリ・セグメントの組を指定し、
インデックスを含まない。第２及びその後のデイレクト
リ・ヘッダは夫々のデイレクトリ・セグメントの組を指
定し、各々は直前に記録されたデイレクトリ・ヘッダ項
目中に定義された４２のデイレクトリ・セグメントの項
目（２つのトラック中に記憶されている。セクタの一方
が記録不能になった時にデイレクトリ・データを受取る
ための空間として、２つのセクタが用意されている）の
ための要約情報もしくはインデックスを含む。
びセグメント構造が示されている。各デイレクトリ及び
サブデイレクトリはヘッダ及びセグメントの集りを有す
る。各デイレクトリ・ヘッダは以下で説明するように更
新された最後のセグメントである現在のデイレクトリ・
セグメントを指定即ちアドレスするだけでなく、直前に
記録されたデイレクトリ・セグメントの組のための要約
レコードもしくはインデックスをヘッダの１部として記
録している。各ヘッダは現在処理されつつある現在のデ
イレクトリのセグメント・レコードの残りに対するポイ
ンタを含む。各ヘッダはデイレクトリ・セグメント記録
の前のコレクションに関連する要約情報を記憶する。本
発明の第１の実施例では、各デイレクトリ・ヘッダは２
２のデイレクトリ・セグメント項目に対するアドレス・
ポインタを含んでいる。任意のデイレクトリもしくはサ
ブデイレクトリ中の最初に記録されたデイレクトリ・ヘ
ッダは最初のデイレクトリ・セグメントの組を指定し、
インデックスを含まない。第２及びその後のデイレクト
リ・ヘッダは夫々のデイレクトリ・セグメントの組を指
定し、各々は直前に記録されたデイレクトリ・ヘッダ項
目中に定義された４２のデイレクトリ・セグメントの項
目（２つのトラック中に記憶されている。セクタの一方
が記録不能になった時にデイレクトリ・データを受取る
ための空間として、２つのセクタが用意されている）の
ための要約情報もしくはインデックスを含む。
デイレクトリ・ヘッダ５０、７２の各々はヘッダ部５３
及びインデックス部５４を含む。各ヘッダ部５３はその
データ構造をデイレクトリ・ヘッダ項目として識別する
識別子フィールドＨ８０を含む。光学メモリ・ディスク
２０ではセクタ当り１つのヘッダのみが存在することを
想起されたい。逆ポインタ８１は逆方向単連結リスト中
の前のヘッダへのアドレス・ポインタである。各逆ポイ
ンタ８１は、デイレクトリ・ヘッダ中の最初のヘッダ項
目中では０である点を除き、トラック及びセクタ・アド
レスを含む。構成された実施例では、各ヘッダに唯１つ
のトラックが使用されるが、このように制限する必要は
ない。トラック・アドレスは本発明の応用を拡張して多
重トラック・デイレクトリ・ヘッダを受入れるのに必要
である。現セグメント・ポインタ８２は現デイレクトリ
・ヘッダによって識別されるデイレクトリ・セグメント
の組５８、５４のトラック・アドレスを含む。そこに
は、トラック・アドレスだけが与えられる。前のセグメ
ント・ポインタ８３は直前に記録されたデイレクトリ・
ヘッダに関連し、これによって識別される最高の番号の
トラックを識別し、このような対応するセグメントの組
中のセグメントのトラック・アドレスを示す。この項目
８３は現在のデイレクトリ・ヘッダによってインデック
スされるセグメントの組のためのトラック・アドレス・
ポインタを見出すために直前のデイレクトリ・ヘッダの
現在のセグメント・ポインタ８２を読取る必要をなくす
る。ヘッダ部５３に続く、インデックス項目部５４は直
前に記録されたデイレクトリ・ヘッダに関連し、前のセ
グメント・ポインタ８３によって指定されたセグメント
の組５２のセグメントのすべてを識別する。４２個のイ
ンデックス項目迄、直前のセグメントの組中の各デイレ
クトリ・セグメントの１つが各インデックス項目部５４
中に記録される（各項目は一定長であることが好まし
い）。各インデックス項目はサブデイレクトリもしくは
ファイル識別子８６を含む。サブデイレクトリもしく
は、ファイル名項目の領域中で左に位置調整され、非使
用の部分は２進０もしくは他の空白を示すパターンによ
って埋められる。
及びインデックス部５４を含む。各ヘッダ部５３はその
データ構造をデイレクトリ・ヘッダ項目として識別する
識別子フィールドＨ８０を含む。光学メモリ・ディスク
２０ではセクタ当り１つのヘッダのみが存在することを
想起されたい。逆ポインタ８１は逆方向単連結リスト中
の前のヘッダへのアドレス・ポインタである。各逆ポイ
ンタ８１は、デイレクトリ・ヘッダ中の最初のヘッダ項
目中では０である点を除き、トラック及びセクタ・アド
レスを含む。構成された実施例では、各ヘッダに唯１つ
のトラックが使用されるが、このように制限する必要は
ない。トラック・アドレスは本発明の応用を拡張して多
重トラック・デイレクトリ・ヘッダを受入れるのに必要
である。現セグメント・ポインタ８２は現デイレクトリ
・ヘッダによって識別されるデイレクトリ・セグメント
の組５８、５４のトラック・アドレスを含む。そこに
は、トラック・アドレスだけが与えられる。前のセグメ
ント・ポインタ８３は直前に記録されたデイレクトリ・
ヘッダに関連し、これによって識別される最高の番号の
トラックを識別し、このような対応するセグメントの組
中のセグメントのトラック・アドレスを示す。この項目
８３は現在のデイレクトリ・ヘッダによってインデック
スされるセグメントの組のためのトラック・アドレス・
ポインタを見出すために直前のデイレクトリ・ヘッダの
現在のセグメント・ポインタ８２を読取る必要をなくす
る。ヘッダ部５３に続く、インデックス項目部５４は直
前に記録されたデイレクトリ・ヘッダに関連し、前のセ
グメント・ポインタ８３によって指定されたセグメント
の組５２のセグメントのすべてを識別する。４２個のイ
ンデックス項目迄、直前のセグメントの組中の各デイレ
クトリ・セグメントの１つが各インデックス項目部５４
中に記録される（各項目は一定長であることが好まし
い）。各インデックス項目はサブデイレクトリもしくは
ファイル識別子８６を含む。サブデイレクトリもしく
は、ファイル名項目の領域中で左に位置調整され、非使
用の部分は２進０もしくは他の空白を示すパターンによ
って埋められる。
多重バイトのファイル拡張名であるファイル名extを含
むインデックス・フィールド８７は左に位置調整され
る。フィールド８７の非使用部は空白を示すパターンが
埋込まれる。フィールド８６及び８７はインデックス・
キー８５を構成し、夫々直前に記録されたデイレクトリ
・ヘッダに関連するデイレクトリ・セグメント５８、７
４中に探索されたデータがあったかどうかを識別するた
めにデイレクトリ・ヘッダを高速で走査することを可能
にする。最後に各インデックス項目５４はファイルのた
めの相対セクタ・ポインタであるファイル・セクタ番号
８８を含む。相対セクタ・ポインタはインデックスされ
ているセグメントの組中の最初のセクタを基準とするセ
クタの番号を示す。即ち相対セクタはキー８５のフィー
ルド８６及び８７によって識別されるセグメント項目を
記憶している。
むインデックス・フィールド８７は左に位置調整され
る。フィールド８７の非使用部は空白を示すパターンが
埋込まれる。フィールド８６及び８７はインデックス・
キー８５を構成し、夫々直前に記録されたデイレクトリ
・ヘッダに関連するデイレクトリ・セグメント５８、７
４中に探索されたデータがあったかどうかを識別するた
めにデイレクトリ・ヘッダを高速で走査することを可能
にする。最後に各インデックス項目５４はファイルのた
めの相対セクタ・ポインタであるファイル・セクタ番号
８８を含む。相対セクタ・ポインタはインデックスされ
ているセグメントの組中の最初のセクタを基準とするセ
クタの番号を示す。即ち相対セクタはキー８５のフィー
ルド８６及び８７によって識別されるセグメント項目を
記憶している。
各デイレクトリ・セグメント５２、７４は特定のファイ
ルもしくはサブデイレクトリの記述より成る。ファイル
は以下説明するファイル名１０２、属性、時間スタン
プ、日付スタンプ及びファイルのエクステントより成る
ファイル記述子レコード１００（第４図）によって説明
される。各ファイル・エクステントを相対セクタ番号
と、これに続く、ファイル・エクステントによって占有
される連続セクタ数によって定義することによって、占
有空間が最小になる。各ファイルのエクステントは（後
に説明する）それ自身の相対セクタ番号を使用する。デ
イレクトリ・セグメントのファイル記述子部がファイル
もしくはサブデイレクトリを記述する。この記述子は
（１）デイレクトリ項目の各セクタのための一般的ヘッ
ダ記録（２）記述されつつあるファイルのすべてのバー
ジョンに共通な制御情報を記述する共通のファイル・ヘ
ッダ及び（３）単にファイルのバージョンを説明するフ
ァイル・バージョン・ヘッダの３つの部分に分割されて
いる。デイレクトリ・セグメント中で、この一般、共通
ファイル及びファイル・バージョン・ヘッダはディスク
２０上に連続的に書込まれている。最後に形成される
（現在）デイレクトリ・セグメントが記述されたデータ
・ファイルのすべてのバージョンを識別する。この記述
は前に記録されたデイレクトリ・セグメントに不使用マ
ークが記録される（消去される）ことを意味してい
る。。各デイレクトリ・セグメントはファイルの履歴を
含むので、所与のファイル・バージョンのための探索時
間が減少できる。
ルもしくはサブデイレクトリの記述より成る。ファイル
は以下説明するファイル名１０２、属性、時間スタン
プ、日付スタンプ及びファイルのエクステントより成る
ファイル記述子レコード１００（第４図）によって説明
される。各ファイル・エクステントを相対セクタ番号
と、これに続く、ファイル・エクステントによって占有
される連続セクタ数によって定義することによって、占
有空間が最小になる。各ファイルのエクステントは（後
に説明する）それ自身の相対セクタ番号を使用する。デ
イレクトリ・セグメントのファイル記述子部がファイル
もしくはサブデイレクトリを記述する。この記述子は
（１）デイレクトリ項目の各セクタのための一般的ヘッ
ダ記録（２）記述されつつあるファイルのすべてのバー
ジョンに共通な制御情報を記述する共通のファイル・ヘ
ッダ及び（３）単にファイルのバージョンを説明するフ
ァイル・バージョン・ヘッダの３つの部分に分割されて
いる。デイレクトリ・セグメント中で、この一般、共通
ファイル及びファイル・バージョン・ヘッダはディスク
２０上に連続的に書込まれている。最後に形成される
（現在）デイレクトリ・セグメントが記述されたデータ
・ファイルのすべてのバージョンを識別する。この記述
は前に記録されたデイレクトリ・セグメントに不使用マ
ークが記録される（消去される）ことを意味してい
る。。各デイレクトリ・セグメントはファイルの履歴を
含むので、所与のファイル・バージョンのための探索時
間が減少できる。
１つのデイレクトリ・セグメントは１つのセクタ中に記
録されることが望ましいが、ファイルが活動化され、セ
グメントが大きくなる時は、セグメントは連続するディ
スク・セクタ上にあふれることがある。大きくなった
（１セクタ以上を占有する）論理デイレクトリ・セグメ
ントを収容するために、デイレクトリ・セグメントを記
録するセクタの各々には一般的ヘッダが存在する。
録されることが望ましいが、ファイルが活動化され、セ
グメントが大きくなる時は、セグメントは連続するディ
スク・セクタ上にあふれることがある。大きくなった
（１セクタ以上を占有する）論理デイレクトリ・セグメ
ントを収容するために、デイレクトリ・セグメントを記
録するセクタの各々には一般的ヘッダが存在する。
再び第４図を参照すると、一般的デイレクトリ・ヘッダ
９０はアルファベット文字“Ｓ”を含む最初識別子フィ
ールド９１を含む。型フィールド９２は一般的ヘッダ９
０を先頭とするセクタ中に記録される情報の型を示す。
たとえば、論理デイレクトリ・セグメントが単一のセク
タ中に記憶できる時は、最初のインディケータはこのセ
クタを単一のデイレクトリ・セグメント・ブロックとし
て識別する。他方、デイレクトリ・セグメントを記憶す
るのに２セクタ以上を必要とする時は、最初のセクタは
これがデイレクトリ・セグメントを記憶する複数のセグ
メントの最初のセクタであることを示すための最初の識
別子を有する。すべての中間のセクタは型フィールド９
２中にこのセクタが単一のデイレクトリ・セグメントを
記憶する複数のセクタの中間の１つであることを示す第
３の識別子を有する。セグメントのための最後のセクタ
はこれが単一のデイレクトリ・セグメントについて情報
を記憶する複数のセクタの最後のセクタであることを示
す。型フィールド９２中の第４のインジケータによって
識別される。フィールド９３はデイレクトリ・セグメン
ト情報を記憶する次のセクタのトラック及びセクタ・ア
ドレスを含む。通常このアドレスは記憶メモリ・ディス
ク２０上の所定のトラック中で走査される次のセクタを
識別する。あるセクタは媒体の誤りのために消去される
から、フィールド９３中のトラック及びセクタのアドレ
スは常にデイレクトリ・セクタ情報を記憶する次の良好
なセクタを指定する。フィールド９４はセクタ中に記憶
される最後のバイトを記憶するセクタ内の円周もしくは
バイト位置を識別する。この最後のバイト・インディケ
ータは所定のセクタ中に記憶できるバイト数を法とする
相対数である。これは保全性と長さ表示の目的のために
含められる。フィールド９５はディスク２０の所与のセ
クタ内に記憶されるファイル・バージョンのヘッダの数
を記憶する。バージョン・ヘッダ１１０は後に説明す
る。
９０はアルファベット文字“Ｓ”を含む最初識別子フィ
ールド９１を含む。型フィールド９２は一般的ヘッダ９
０を先頭とするセクタ中に記録される情報の型を示す。
たとえば、論理デイレクトリ・セグメントが単一のセク
タ中に記憶できる時は、最初のインディケータはこのセ
クタを単一のデイレクトリ・セグメント・ブロックとし
て識別する。他方、デイレクトリ・セグメントを記憶す
るのに２セクタ以上を必要とする時は、最初のセクタは
これがデイレクトリ・セグメントを記憶する複数のセグ
メントの最初のセクタであることを示すための最初の識
別子を有する。すべての中間のセクタは型フィールド９
２中にこのセクタが単一のデイレクトリ・セグメントを
記憶する複数のセクタの中間の１つであることを示す第
３の識別子を有する。セグメントのための最後のセクタ
はこれが単一のデイレクトリ・セグメントについて情報
を記憶する複数のセクタの最後のセクタであることを示
す。型フィールド９２中の第４のインジケータによって
識別される。フィールド９３はデイレクトリ・セグメン
ト情報を記憶する次のセクタのトラック及びセクタ・ア
ドレスを含む。通常このアドレスは記憶メモリ・ディス
ク２０上の所定のトラック中で走査される次のセクタを
識別する。あるセクタは媒体の誤りのために消去される
から、フィールド９３中のトラック及びセクタのアドレ
スは常にデイレクトリ・セクタ情報を記憶する次の良好
なセクタを指定する。フィールド９４はセクタ中に記憶
される最後のバイトを記憶するセクタ内の円周もしくは
バイト位置を識別する。この最後のバイト・インディケ
ータは所定のセクタ中に記憶できるバイト数を法とする
相対数である。これは保全性と長さ表示の目的のために
含められる。フィールド９５はディスク２０の所与のセ
クタ内に記憶されるファイル・バージョンのヘッダの数
を記憶する。バージョン・ヘッダ１１０は後に説明す
る。
共通ファイル・ヘッダ１００は各デイレクトリ・セグメ
ントの記憶を開始する最初のセクタ中のみに現われる。
共通ファイル・ヘッダ１００は一般的ヘッダ９０に直ぐ
隣接するデイレクトリ・セグメントを記憶する第１のセ
クタ中に記憶されている。一般的ヘッダ９０は固定長を
有し、従って第１のセクタ内に記録情報の円周位置はフ
ァイルの記述を始めるのに共通のファイル・ヘッダ１０
０を識別する。フィールド１０２はデイレクトリ・セグ
メント中で記述されているファイルのファイル名を含
む。ファイル名はファイル拡張名（多重バイト）を有す
ることができ、これはフィールド１０３を含むことがで
きる。フィールド１０４はアクチブなファイル・バージ
ョンのバージョン数を記憶している。ファイル１０４が
０である時は、このファイルのアクチブ・バージョンは
ない。アクチブ・バージョンが存在するかどうかは、ホ
スト・プロセッサ１０をプログラムしたユーザによって
決定される。フィールド１０５はこのファイルのバージ
ョン数を示すカウントを含んでいる。ホスト・プロセッ
サのプログラミングは新しいバージョンが形成される時
に任意に定義もしくは決定される。多くの場合、バージ
ョンは給与支払ファイルの種々のバージョンの場合の一
周毎のように経時的に生ずる。共通ファイル・ヘッダは
固定長を有し、デイレクトリ・セグメント５８もしくは
７４を記憶する最初のセクタ中にのみ生ずる。共通ヘッ
ダ１００の終りから一連のファイル・バージョン記述１
１０が始まる。ディスク２０上に記録される各ファイル
・バージョンには１つのファイル・バージョン記述が存
在する。各ファイル・バージョン記述１１０も固定長で
あり、セクタ中回転位置もしくはバイト位置が各ファイ
ル・バージョン記述１１０の開始を識別する。ファイル
・バージョン記述１１０は記述されるバージョン数を含
むフィールド１１１を含んでいる。フィールド１１１は
ファイルの６５５３５（６４Ｋ）迄を識別する２バイト
を含んでいる。より大きなバージョンを識別するために
は、フィールド１１１は拡張できる。しかしながら、デ
イレクトリの各バージョンについて、フィールド長は一
定であり、円周もしくはバイト位置によってフィールド
位置をイネーブルできなくてはならない。このような拡
張が望まれる時は、すべてのバージョン記述１１０は又
拡張されなければならない。フィールド１１２は所与の
ファイル・バージョンの属性を定義する属性クラブの組
を含んでいる。この属性はたとえば読取り専用であるこ
とを示すバージョンを含み、もしこれが上記のＤＯＳ
２．１に使用される隠しファイルである時には、属性は
システム・ファイル、ボリューム・ラベル、サブデイレ
クトリ・保存ファイル等である。フィールド１３はその
バージョンを形成した時の日付け及び時刻（タイム・ス
タンプ）を含む。このような日付け及び時刻の標識はＤ
ＯＳ２．１の日付け及び時刻フオーマットに従ってい
る。サイズ・フイールド１１４は記述されつつあるファ
イル・バージョン中に含まれるバイト数を識別する。サ
イズ標識は最初に最下位桁が読取られることが好まし
い。フィールド１１５はファイル・バージョンから記憶
したバイトを有する最後のセクタ中に記憶されているフ
ァイル・バージョン中のバイトの数を示す。換言すれば
５個のセクタにファイルを記憶すると第５番目のセクタ
は完全に充填されないこともある。最後のセクタ中のバ
イト数がフィールド１１５中に示されている。エクステ
ント・カウント・フィールド１１６はこの所与のファイ
ル・バージョン中のエクステント数を示す。１つのファ
イル拡張はディスク２０の連続セクタ中に記憶されるフ
ァイル部である。エクステントの定義（後述）はフィー
ルド１１７中に含まれる。ファイル・バージョン記述１
１０の全長は固定長のフィールド１１１乃至１１６及び
固定長の拡張の定義１１７の数に決定される。このよう
にしてディスク２０の回転もしくはバイト位置がデイレ
クトリ・セグメント５２中に含まれる各ファイル・バー
ジョン記述１１０の開始を識別する。エクステントの定
義は連続するファイル中の相対的セクタ数を識別する固
定長フィールドであり、即ちエクステントが始まり、エ
クステントを構成する連続セクタ数である。
ントの記憶を開始する最初のセクタ中のみに現われる。
共通ファイル・ヘッダ１００は一般的ヘッダ９０に直ぐ
隣接するデイレクトリ・セグメントを記憶する第１のセ
クタ中に記憶されている。一般的ヘッダ９０は固定長を
有し、従って第１のセクタ内に記録情報の円周位置はフ
ァイルの記述を始めるのに共通のファイル・ヘッダ１０
０を識別する。フィールド１０２はデイレクトリ・セグ
メント中で記述されているファイルのファイル名を含
む。ファイル名はファイル拡張名（多重バイト）を有す
ることができ、これはフィールド１０３を含むことがで
きる。フィールド１０４はアクチブなファイル・バージ
ョンのバージョン数を記憶している。ファイル１０４が
０である時は、このファイルのアクチブ・バージョンは
ない。アクチブ・バージョンが存在するかどうかは、ホ
スト・プロセッサ１０をプログラムしたユーザによって
決定される。フィールド１０５はこのファイルのバージ
ョン数を示すカウントを含んでいる。ホスト・プロセッ
サのプログラミングは新しいバージョンが形成される時
に任意に定義もしくは決定される。多くの場合、バージ
ョンは給与支払ファイルの種々のバージョンの場合の一
周毎のように経時的に生ずる。共通ファイル・ヘッダは
固定長を有し、デイレクトリ・セグメント５８もしくは
７４を記憶する最初のセクタ中にのみ生ずる。共通ヘッ
ダ１００の終りから一連のファイル・バージョン記述１
１０が始まる。ディスク２０上に記録される各ファイル
・バージョンには１つのファイル・バージョン記述が存
在する。各ファイル・バージョン記述１１０も固定長で
あり、セクタ中回転位置もしくはバイト位置が各ファイ
ル・バージョン記述１１０の開始を識別する。ファイル
・バージョン記述１１０は記述されるバージョン数を含
むフィールド１１１を含んでいる。フィールド１１１は
ファイルの６５５３５（６４Ｋ）迄を識別する２バイト
を含んでいる。より大きなバージョンを識別するために
は、フィールド１１１は拡張できる。しかしながら、デ
イレクトリの各バージョンについて、フィールド長は一
定であり、円周もしくはバイト位置によってフィールド
位置をイネーブルできなくてはならない。このような拡
張が望まれる時は、すべてのバージョン記述１１０は又
拡張されなければならない。フィールド１１２は所与の
ファイル・バージョンの属性を定義する属性クラブの組
を含んでいる。この属性はたとえば読取り専用であるこ
とを示すバージョンを含み、もしこれが上記のＤＯＳ
２．１に使用される隠しファイルである時には、属性は
システム・ファイル、ボリューム・ラベル、サブデイレ
クトリ・保存ファイル等である。フィールド１３はその
バージョンを形成した時の日付け及び時刻（タイム・ス
タンプ）を含む。このような日付け及び時刻の標識はＤ
ＯＳ２．１の日付け及び時刻フオーマットに従ってい
る。サイズ・フイールド１１４は記述されつつあるファ
イル・バージョン中に含まれるバイト数を識別する。サ
イズ標識は最初に最下位桁が読取られることが好まし
い。フィールド１１５はファイル・バージョンから記憶
したバイトを有する最後のセクタ中に記憶されているフ
ァイル・バージョン中のバイトの数を示す。換言すれば
５個のセクタにファイルを記憶すると第５番目のセクタ
は完全に充填されないこともある。最後のセクタ中のバ
イト数がフィールド１１５中に示されている。エクステ
ント・カウント・フィールド１１６はこの所与のファイ
ル・バージョン中のエクステント数を示す。１つのファ
イル拡張はディスク２０の連続セクタ中に記憶されるフ
ァイル部である。エクステントの定義（後述）はフィー
ルド１１７中に含まれる。ファイル・バージョン記述１
１０の全長は固定長のフィールド１１１乃至１１６及び
固定長の拡張の定義１１７の数に決定される。このよう
にしてディスク２０の回転もしくはバイト位置がデイレ
クトリ・セグメント５２中に含まれる各ファイル・バー
ジョン記述１１０の開始を識別する。エクステントの定
義は連続するファイル中の相対的セクタ数を識別する固
定長フィールドであり、即ちエクステントが始まり、エ
クステントを構成する連続セクタ数である。
用語「エクステント」についてはファイル・エクステン
ト・マップ制御ブロックを示す第６図に関して後に詳細
に説明する。簡単に説明すると、ファイルは異なる時に
ディスク２０上に記録される異なるレコードを持つこと
ができる。記録される連続レコードの各組が１つのファ
イル・エクステントを構成する。たとえば、レコード５
乃至２６が最初に記録されたとすると、これ等のレコー
ドが単一のエクステントを構成する。レコード５乃至２
６の後に記録されるレコード１乃至４は第２のエクステ
ントを構成する。ディスク２０は消去不能に記録され、
ユーザ・データは、データの論理関係にかかわらず、減
少する半径位置に連続的に記録されるので、エクステン
トの定義及び管理はこのデイレクトリ構造の重要な部分
を形成する。
ト・マップ制御ブロックを示す第６図に関して後に詳細
に説明する。簡単に説明すると、ファイルは異なる時に
ディスク２０上に記録される異なるレコードを持つこと
ができる。記録される連続レコードの各組が１つのファ
イル・エクステントを構成する。たとえば、レコード５
乃至２６が最初に記録されたとすると、これ等のレコー
ドが単一のエクステントを構成する。レコード５乃至２
６の後に記録されるレコード１乃至４は第２のエクステ
ントを構成する。ディスク２０は消去不能に記録され、
ユーザ・データは、データの論理関係にかかわらず、減
少する半径位置に連続的に記録されるので、エクステン
トの定義及び管理はこのデイレクトリ構造の重要な部分
を形成する。
任意の記録動作が生ずる前に、ディスクは第１図に示し
たようにルート・デイレクトリ及び種々のアンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタを設定するための初期設定
されなくてはならない。この初期設定は第１図及び第５
図を参照して説明する。ディスク２０はディスク・プレ
イヤ／レコーダ上に適切に取付けられ、ホスト・プロセ
ッサ１０はディスク２０がディスク・ドライブ１７上の
１つの上に取付けられたことを識別したものと仮定す
る。ＤＯＳ１１によってホスト・プロセッサ１０はホス
ト・プロセッサ１０内に記憶されているプログラムをサ
ブファンクション・コール（アクチベート）して、第５
図に示したマシン動作を遂行する。このプログラム・コ
ールは頭字語ＩＮＴＯＤによって１２０に示されてい
る。番号１２１はディスクの初期設定に必要なパラメー
タ・データを示す。これ等はＤＯＳ２．１のプロトコル
によるＯＤ１もしくはＯＤ２のようなドライブ１７のＩ
Ｄもしくはアドレス、本発明とは直接関係のないシステ
ムのオプション（ＳＹＳＯＰＴ）、ディスク・ラベルで
ある。ディスク２０上には第１図に示したデイレクトリ
以外に診断領域も確立される。この時点では半径上一番
外側のトラック中のデータ・セクタ０のＤＯＳブート２
５は書込まれない。ホスト・プロセッサ１０はＩＮＩＴ
ＯＤプログラムを呼出した後、戻りコードＲをステップ
１２２で０にリセットする。次にステップ１２３でホス
ト・プロセッサはトラック１、セクタ１（Ｔ１Ｓ１）を
読取り、ＯＤＳＤＣＢ３５が記録されているかどうか、
即ちディスク２０がすでに初期設定されているかどうか
を判断する。ステップ１２４でホスト・プロセッサ１０
はステップ１２３中で行われた読取りの結果を調べる。
もしこのセクタが０に等しくない時は、戻りコードがス
テップ１２５で１にセットされ、ホスト・プロセッサ１
０の制御は戻り点１２６で呼び出しプログラムに戻され
る。Ｔ１Ｓ１がステップ１２４で空白もしくは０である
ことがわかると、ホスト・プロセッサ１０は後に第６図
に関して詳細に説明するＯＤＤＣＢ（光ディスク装置制
御ブロック）１２８と呼ばれる制御ブロックを形成す
る。ＯＤＤＣＢ１２８の情報内容は以下明らかになるよ
うに大部分ＯＤＳＤＣＢ３５に記録される。ＯＤＤＣＢ
１２８はホスト・プロセッサ１０の主メモリ（図示され
ず）に存在する。光ディスク２０の診断テストの設定は
１３０で開始し、ここで種々の動作パラメータのための
光ディスクをテストするのに適したテスト・パターン
（図示されず）がホスト・プロセッサ１０の主メモリの
所謂フオーマット領域（図示されず）にもたらされる。
ステップ１３１でホスト・プロセッサ１０はディスク２
０上にテスト領域を割当て、フオーマット化する。診断
テスト・パターンは光ディスクの半径上一番奥の、即ち
デイレクトリ領域２８（第２図）の半径上内側に記録さ
れる。ステップ１３１中には、この半径上最奥のトラッ
ク上にテスト・パターンを記録することが含まれる。
たようにルート・デイレクトリ及び種々のアンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタを設定するための初期設定
されなくてはならない。この初期設定は第１図及び第５
図を参照して説明する。ディスク２０はディスク・プレ
イヤ／レコーダ上に適切に取付けられ、ホスト・プロセ
ッサ１０はディスク２０がディスク・ドライブ１７上の
１つの上に取付けられたことを識別したものと仮定す
る。ＤＯＳ１１によってホスト・プロセッサ１０はホス
ト・プロセッサ１０内に記憶されているプログラムをサ
ブファンクション・コール（アクチベート）して、第５
図に示したマシン動作を遂行する。このプログラム・コ
ールは頭字語ＩＮＴＯＤによって１２０に示されてい
る。番号１２１はディスクの初期設定に必要なパラメー
タ・データを示す。これ等はＤＯＳ２．１のプロトコル
によるＯＤ１もしくはＯＤ２のようなドライブ１７のＩ
Ｄもしくはアドレス、本発明とは直接関係のないシステ
ムのオプション（ＳＹＳＯＰＴ）、ディスク・ラベルで
ある。ディスク２０上には第１図に示したデイレクトリ
以外に診断領域も確立される。この時点では半径上一番
外側のトラック中のデータ・セクタ０のＤＯＳブート２
５は書込まれない。ホスト・プロセッサ１０はＩＮＩＴ
ＯＤプログラムを呼出した後、戻りコードＲをステップ
１２２で０にリセットする。次にステップ１２３でホス
ト・プロセッサはトラック１、セクタ１（Ｔ１Ｓ１）を
読取り、ＯＤＳＤＣＢ３５が記録されているかどうか、
即ちディスク２０がすでに初期設定されているかどうか
を判断する。ステップ１２４でホスト・プロセッサ１０
はステップ１２３中で行われた読取りの結果を調べる。
もしこのセクタが０に等しくない時は、戻りコードがス
テップ１２５で１にセットされ、ホスト・プロセッサ１
０の制御は戻り点１２６で呼び出しプログラムに戻され
る。Ｔ１Ｓ１がステップ１２４で空白もしくは０である
ことがわかると、ホスト・プロセッサ１０は後に第６図
に関して詳細に説明するＯＤＤＣＢ（光ディスク装置制
御ブロック）１２８と呼ばれる制御ブロックを形成す
る。ＯＤＤＣＢ１２８の情報内容は以下明らかになるよ
うに大部分ＯＤＳＤＣＢ３５に記録される。ＯＤＤＣＢ
１２８はホスト・プロセッサ１０の主メモリ（図示され
ず）に存在する。光ディスク２０の診断テストの設定は
１３０で開始し、ここで種々の動作パラメータのための
光ディスクをテストするのに適したテスト・パターン
（図示されず）がホスト・プロセッサ１０の主メモリの
所謂フオーマット領域（図示されず）にもたらされる。
ステップ１３１でホスト・プロセッサ１０はディスク２
０上にテスト領域を割当て、フオーマット化する。診断
テスト・パターンは光ディスクの半径上一番奥の、即ち
デイレクトリ領域２８（第２図）の半径上内側に記録さ
れる。ステップ１３１中には、この半径上最奥のトラッ
ク上にテスト・パターンを記録することが含まれる。
ステップ１３２で、ホスト・プロセッサ１０はこの動作
記録からの戻りコードを調べる。もし戻りコードが非０
ならば、即ち誤り条件が発生すると、初期設定は続けら
れない。従って、ステップ１３３においてホスト・プロ
セッサ１０はその戻りコードＲを１にセットし、呼び出
しＤＯＳ１１機能に戻る。ステップ１３２中の戻りコー
ドＲは記録過程からのものであり、ステップ１３３中の
戻りコードと同じではないことに注意されたい。診断テ
スト・パターンがディスク２０の半径上最奥のトラック
中に成功裡に記録されたと仮定すると、ステップ１３４
でホスト・プロセッサ１０は（その主メモリ中のＯＤＤ
Ｓ１２８内の診断テスト・パターンをどのトラックに記
録したかを識別する。ステップ１３５において、フオー
マット化領域はテスト・パターンを消去するために０に
クリアされる。
記録からの戻りコードを調べる。もし戻りコードが非０
ならば、即ち誤り条件が発生すると、初期設定は続けら
れない。従って、ステップ１３３においてホスト・プロ
セッサ１０はその戻りコードＲを１にセットし、呼び出
しＤＯＳ１１機能に戻る。ステップ１３２中の戻りコー
ドＲは記録過程からのものであり、ステップ１３３中の
戻りコードと同じではないことに注意されたい。診断テ
スト・パターンがディスク２０の半径上最奥のトラック
中に成功裡に記録されたと仮定すると、ステップ１３４
でホスト・プロセッサ１０は（その主メモリ中のＯＤＤ
Ｓ１２８内の診断テスト・パターンをどのトラックに記
録したかを識別する。ステップ１３５において、フオー
マット化領域はテスト・パターンを消去するために０に
クリアされる。
ステップ１３５から、ホスト・プロセッサ１０はルート
・デイレクトリを形成するように進む。ステップ１４０
で、ルート・デイレクトリ・セグメントが先ず形成され
る。ルート・デイレクトリ・セグメントはステップ１３
４は記録された診断トラックに直ちに隣接する２トラッ
クに割当てられる。デイレクトリの割当てはボトム・ア
ップであり、即ちデイレクトリ・セグメントはルート・
アンカーを通して行われる。この手順の理由は高位のデ
イレクトリ要素が下位デイレクトリ要素を指摘するポイ
ンタを含むからである。ディスク２０には媒体の不完全
部があるので下位のデイレクトリ要素がどこに記録され
るかは、わかっていない。従って、上位デイレクトリ要
素は最後に記録される。この時点で、デイレクトリ・デ
ータはディスク２０上に記録されていない。ここでホス
ト・プロセッサ１０は前に記録された診断トラックに半
径上隣接する２つのトラックをアクセスしてこのトラッ
クが割当て可能であるかどうかを知る。両トラックが割
当て可能な時は、この事実は以下明らかにされるように
ディスク２０上に後に記録されるトラック・ポインタと
ともに主メモリ中に記される。次にステップ１４１で、
ルート・デイレクトリ・ヘッダ５０が丁度割当てられた
ルート・デイレクトリ・セグメント５８へのアドレス・
ポインタを含む主メモリのフオーマット領域に形成され
る。この割当ては主メモリにルート・ヘッダ部５３（第
４図）の現セグメント・ポインタ８２を書込むことによ
って達成される。逆ポインタ８１及び前のセグメント・
ポインタは０である。それはこれが最初のデイレクトリ
・ヘッダであるからである。ルート・デイレクトリ中に
使用される最初のデイレクトリ・セグメントのために丁
度割当てられた２トラックに連続するディスク２０の単
一トラックがデイレクトリ・ヘッダ５３に割当てられ
る。
・デイレクトリを形成するように進む。ステップ１４０
で、ルート・デイレクトリ・セグメントが先ず形成され
る。ルート・デイレクトリ・セグメントはステップ１３
４は記録された診断トラックに直ちに隣接する２トラッ
クに割当てられる。デイレクトリの割当てはボトム・ア
ップであり、即ちデイレクトリ・セグメントはルート・
アンカーを通して行われる。この手順の理由は高位のデ
イレクトリ要素が下位デイレクトリ要素を指摘するポイ
ンタを含むからである。ディスク２０には媒体の不完全
部があるので下位のデイレクトリ要素がどこに記録され
るかは、わかっていない。従って、上位デイレクトリ要
素は最後に記録される。この時点で、デイレクトリ・デ
ータはディスク２０上に記録されていない。ここでホス
ト・プロセッサ１０は前に記録された診断トラックに半
径上隣接する２つのトラックをアクセスしてこのトラッ
クが割当て可能であるかどうかを知る。両トラックが割
当て可能な時は、この事実は以下明らかにされるように
ディスク２０上に後に記録されるトラック・ポインタと
ともに主メモリ中に記される。次にステップ１４１で、
ルート・デイレクトリ・ヘッダ５０が丁度割当てられた
ルート・デイレクトリ・セグメント５８へのアドレス・
ポインタを含む主メモリのフオーマット領域に形成され
る。この割当ては主メモリにルート・ヘッダ部５３（第
４図）の現セグメント・ポインタ８２を書込むことによ
って達成される。逆ポインタ８１及び前のセグメント・
ポインタは０である。それはこれが最初のデイレクトリ
・ヘッダであるからである。ルート・デイレクトリ中に
使用される最初のデイレクトリ・セグメントのために丁
度割当てられた２トラックに連続するディスク２０の単
一トラックがデイレクトリ・ヘッダ５３に割当てられ
る。
ここで３つのトラックがデイレクトリに割当てられた。
即ち２つの最初のデイレクトリ・セグメント及び１つは
最初のデイレクトリ・ヘッダのためである。現在、ディ
スク２０上にはデイレクトリとしては何も記録されてい
ない。ステップ１４２では、ホスト・プロセッサ１０は
ＯＤＤＣＢ１２８（ホスト・プロセッサ１０中の主メモ
リ中の）をアクセスしてステップ１４１で丁度割当てら
れたトラック・アドレスにヘッダ・アドレスをセットす
る。丁度割当てられたデイレクトリ・ヘッダ及びセグメ
ントをアドレス可能にするＯＤＤＣＢ１２８の設定に続
き、ホスト・プロセッサ１０はステップ１４３で丁度割
当てられたルート・デイレクトリ・ヘッダのためのトラ
ック・アドレスを含むデイレクトリ・アンカー・ポイン
タを形成する。このプログラム形成過程はヘッダ・トラ
ック・アドレスを、ＰにセットされたＩＤフィールドを
有する主メモリのアンカー・ポインタに置き逆ポインタ
を０にセットし（これは形成される最初のアンカー・ポ
インタである。ルート・デイレクトリ・ヘッダのトラッ
ク・アドレスを割当てるように進行する。又使用可能な
次の半径上一番外側のトラックがアンカー・ポインタに
割当てられる。依然ディスク２０上には何も記録されて
いない。
即ち２つの最初のデイレクトリ・セグメント及び１つは
最初のデイレクトリ・ヘッダのためである。現在、ディ
スク２０上にはデイレクトリとしては何も記録されてい
ない。ステップ１４２では、ホスト・プロセッサ１０は
ＯＤＤＣＢ１２８（ホスト・プロセッサ１０中の主メモ
リ中の）をアクセスしてステップ１４１で丁度割当てら
れたトラック・アドレスにヘッダ・アドレスをセットす
る。丁度割当てられたデイレクトリ・ヘッダ及びセグメ
ントをアドレス可能にするＯＤＤＣＢ１２８の設定に続
き、ホスト・プロセッサ１０はステップ１４３で丁度割
当てられたルート・デイレクトリ・ヘッダのためのトラ
ック・アドレスを含むデイレクトリ・アンカー・ポイン
タを形成する。このプログラム形成過程はヘッダ・トラ
ック・アドレスを、ＰにセットされたＩＤフィールドを
有する主メモリのアンカー・ポインタに置き逆ポインタ
を０にセットし（これは形成される最初のアンカー・ポ
インタである。ルート・デイレクトリ・ヘッダのトラッ
ク・アドレスを割当てるように進行する。又使用可能な
次の半径上一番外側のトラックがアンカー・ポインタに
割当てられる。依然ディスク２０上には何も記録されて
いない。
ステップ１４４でホスト・プロセッサ１０はＯＤＤＣＢ
１２８（主プロセッサ１０の主メモリ中にある）をアク
セスし、丁度割当てられたばかりのトラック・アドレス
を装置制御ブロック１２８の後述するフィールド中に記
憶される。次にステップ１４５で、ホスト・プロセッサ
１０はアンカー・ベース４０を主メモリ中に形成し、ア
ンカー・ベースのために次に使用可能な半径上より外側
のトラックを割当てる。最初のアンカー・ベースの項目
はＡ識別子フィールド、これが最初のアンカー・ベース
要素であるので０にセットされている前のアンカー・ベ
ース要素への逆ポインタ及び（ステップ１４３で割当て
られたばかりの）デイレクトリ・アンカー・ポインタの
トラック・アドレスを含む。一度これ等のフィールドは
アンカー・ベース４０のために設定されると、ホスト・
プロセッサ１０はＯＤＤＣＢ１２８をアクセスし、アン
カー・ベース４０のためのトラック・アドレスを主メモ
リ中のこの制御ブロック中に記憶する。丁度割当てられ
たデイレクトリ・ヘッダ・トラック、２つのセグメント
・トラック、アンカー・ポインタ・トラック及びアンカ
ー・ベース・トラックをアクセスするトラック・アドレ
ス情報のすべては現ホスト・プロセッサ１０に使用可能
であり、最後にＯＤＳＤＣＢ３５がトラック１、セクタ
１中に記憶できるようになっている。従ってステップ１
４７でホスト・プロセッサ１０は主メモリ中にＯＤＳＤ
ＣＢ３５を形成し、これを第６図に示したフオーマット
でティスク２０のトラック１、セクタ１に記録する。Ｏ
ＤＳＤＣＢ３５を記録する前は、ディスク２０は信号を
何等含まないか、予備領域（説明されない）に診断信号
を記憶している。ＯＤＳＤＣＢ３５の記録に続き、追加
のハウスキーピングーマシン動作が番号１４８によって
示されるように実行される。次に、ホスト・プロセッサ
１０の管理と制御はＤＯＳ１１に戻り、マシン動作のＩ
ＮＩＴＯＤセットと呼ばれる機能に戻る。
１２８（主プロセッサ１０の主メモリ中にある）をアク
セスし、丁度割当てられたばかりのトラック・アドレス
を装置制御ブロック１２８の後述するフィールド中に記
憶される。次にステップ１４５で、ホスト・プロセッサ
１０はアンカー・ベース４０を主メモリ中に形成し、ア
ンカー・ベースのために次に使用可能な半径上より外側
のトラックを割当てる。最初のアンカー・ベースの項目
はＡ識別子フィールド、これが最初のアンカー・ベース
要素であるので０にセットされている前のアンカー・ベ
ース要素への逆ポインタ及び（ステップ１４３で割当て
られたばかりの）デイレクトリ・アンカー・ポインタの
トラック・アドレスを含む。一度これ等のフィールドは
アンカー・ベース４０のために設定されると、ホスト・
プロセッサ１０はＯＤＤＣＢ１２８をアクセスし、アン
カー・ベース４０のためのトラック・アドレスを主メモ
リ中のこの制御ブロック中に記憶する。丁度割当てられ
たデイレクトリ・ヘッダ・トラック、２つのセグメント
・トラック、アンカー・ポインタ・トラック及びアンカ
ー・ベース・トラックをアクセスするトラック・アドレ
ス情報のすべては現ホスト・プロセッサ１０に使用可能
であり、最後にＯＤＳＤＣＢ３５がトラック１、セクタ
１中に記憶できるようになっている。従ってステップ１
４７でホスト・プロセッサ１０は主メモリ中にＯＤＳＤ
ＣＢ３５を形成し、これを第６図に示したフオーマット
でティスク２０のトラック１、セクタ１に記録する。Ｏ
ＤＳＤＣＢ３５を記録する前は、ディスク２０は信号を
何等含まないか、予備領域（説明されない）に診断信号
を記憶している。ＯＤＳＤＣＢ３５の記録に続き、追加
のハウスキーピングーマシン動作が番号１４８によって
示されるように実行される。次に、ホスト・プロセッサ
１０の管理と制御はＤＯＳ１１に戻り、マシン動作のＩ
ＮＩＴＯＤセットと呼ばれる機能に戻る。
Ｅ４ＦＥＭＣＢ及びＯＤＤＣＢ 第６図はファイルのエクステントを示すＦＥＭＣＢ１５
５制御ブロック及び装置制御ブロックＯＤＤＣＢ１２８
を示している。ＦＥＭＣＢ１５５はホスト・プロセッサ
１０の主メモリ中にのみ記憶され、ファイル・バージョ
ン記述子ヘッダ１１０（第４図）のエクステントの定義
１１７はＦＥＭＣＢ１５５から誘導される。データ処理
動作のためにホスト・プロセッサ１０にオープンされる
各データ・ファイル、即ち入力もしくは出力ファイルの
ための１つのＦＥＭＣＢ１５５が存在する。ＦＥＭＣＢ
１５５のいくつかのフィールドが本発明を理解するため
に示されている。ＦＥＭＩＤフィールド１５６はメモリ
のこの部分をＦＥＭＣＢとして識別するためのものであ
る。ＦＥＭＣＢ１５５のアドレス可能性は公知のＤＯＳ
技法を使用して上位のＤＯＳ機能レベルで達成される
が、ここでは説明しない。フィールド１５７Ｕはファイ
ルがオープン状態中、更新されたか否かを示す。２進１
はファイル更新を示す。このようなフラグはオープン・
ファイルをクローズする時にホスト・プロセッサ１０中
において処理されたファイルがディスク２０上に記録さ
れるか否かを示すのに使用される。フィールドＤＩＲ
ＡＤＤＲ１５８はデイレクトリ・セグメント５８のため
のトラック及びセクタ・アドレスを記憶し、識別された
オープン・ファイルを識別する。フィールド１５９はオ
ープン・ファイルのための属性フラグ及び第４図のデイ
レクトリ・セグメント５２のフィールド１１２に対応す
るファイル・バージョンのための属性フラグを含む。Ｄ
Ｒフィールド１６０は光ディスク２０が取付けられるド
ライブ（ＤＲ）のアドレスＤＯＩもしくはＯＤ２を含
む。フィールド１６１は簡単には共通のファイル・ヘッ
ダ１００（第４図）のフィールド１０２、１０３に対応
するファイル名拡張を含むオープン・ファイル名を記憶
する。ＶＥＲフィールド１６２はオープン・ファイルの
ファイル番号バージョン（ＶＥＲ）を記憶する。この番
号は現ホスト・プロセッサ１０によって処理されている
ファイル名のバージョンのフィールド１１１中のバージ
ョン番号に対応する。オープン・フィールド１６５はこ
のファイルを開いたホスト・プロセッサ１０中のプログ
ラム数を示す。ファイルを開くたびに、オープン・フィ
ールド１６５は１だけインクレメントされる。同じよう
に、プログラムの１つがファイルをクローズすると、オ
ープン数は１だけ減少する。フィールドＶＣＮＴ１６６
はデイレクトリ２８中で識別されるオープン・ファイル
の最高の番号のバージョンのためのバージョン・カウン
ト（ＶＣＮＴ）を記憶する。処理されつつあるファイル
・バージョンは最高の番号のバージョンである必要はな
い。フィールドＲＥＬＳ１６７はオープン・ファイルの
ための上位の相対セクタ（ＲＥＬＳ）を識別し、これは
勿論ファイルを構成するエクステントのすべてのうちで
最後に記憶されたレコードを有するエクステントを識別
する。フィールドＭＡＰＡＤＤＲ１６８は特定のファイ
ル・バージョンのためのエクステント・マップの始まり
（ＭＡＰＡＤＤＲ）をマークするホスト・プロセッサの
主メモリ中のアドレスを指示する。各エクステント・マ
ップはファイル・バージョン記述１１０のフィールド１
１６及び１１７より成る。各ファイルはそのファイル・
バージョンの各々についてファイル・バージョン記述を
有する。エクステント・マップの相対バイト・アドレス
ＭＡＰＡＤＤＲはエクステント・マップがフィールド９
１から偏位するバイト数を示す。デイレクトリ・セグメ
ント５８はディスク２０の複数のセクタにまたがって延
在でき、ＭＡＰＡＤＤＲフィールド１６８中の相対バイ
ト位置はセクタ中に記憶されるバイト数より大きい。特
定のファイル・バージョン記述１１０中のデイレクトリ
・セグメント５２中の、ディスク２０上のエクステント
・カウント・フィールド１１６の開始の物理的位置はフ
ィールド１６７中の相対数をセクタ中のバイト数によっ
て除算したオフセットである。この余りはファイル・バ
ージョン記述１１０を記憶するセクタ内のバイト・オフ
セットを示し、商はデイレクトリ・セグメント５８の項
目の相対セクタ数として示したフィールド９１からの変
位から１を引いた値を示す。ＮＢＲフィールド１６９は
エクステントの定義数（ＮＢＲ）を示し、これはディス
ク２０上に記録されているエクステント・カウント・フ
ィールド１１６中に記憶されている数と同じ数である。
ＥＸＴフィールド１７０はエクステント（ＥＸＴ）定義
フィールド１１７中に記憶されている情報を含む。番号
１７１はＦＥＭＣＢ１５５が、ＤＯＳに関連するが本発
明の理解には関連しない他の情報を含んでいることを示
す省略記号である。このような情報はファイル寸法、日
付及び時刻、過去の情報、サブデイレクトリの情報等を
含むことができる。
５制御ブロック及び装置制御ブロックＯＤＤＣＢ１２８
を示している。ＦＥＭＣＢ１５５はホスト・プロセッサ
１０の主メモリ中にのみ記憶され、ファイル・バージョ
ン記述子ヘッダ１１０（第４図）のエクステントの定義
１１７はＦＥＭＣＢ１５５から誘導される。データ処理
動作のためにホスト・プロセッサ１０にオープンされる
各データ・ファイル、即ち入力もしくは出力ファイルの
ための１つのＦＥＭＣＢ１５５が存在する。ＦＥＭＣＢ
１５５のいくつかのフィールドが本発明を理解するため
に示されている。ＦＥＭＩＤフィールド１５６はメモリ
のこの部分をＦＥＭＣＢとして識別するためのものであ
る。ＦＥＭＣＢ１５５のアドレス可能性は公知のＤＯＳ
技法を使用して上位のＤＯＳ機能レベルで達成される
が、ここでは説明しない。フィールド１５７Ｕはファイ
ルがオープン状態中、更新されたか否かを示す。２進１
はファイル更新を示す。このようなフラグはオープン・
ファイルをクローズする時にホスト・プロセッサ１０中
において処理されたファイルがディスク２０上に記録さ
れるか否かを示すのに使用される。フィールドＤＩＲ
ＡＤＤＲ１５８はデイレクトリ・セグメント５８のため
のトラック及びセクタ・アドレスを記憶し、識別された
オープン・ファイルを識別する。フィールド１５９はオ
ープン・ファイルのための属性フラグ及び第４図のデイ
レクトリ・セグメント５２のフィールド１１２に対応す
るファイル・バージョンのための属性フラグを含む。Ｄ
Ｒフィールド１６０は光ディスク２０が取付けられるド
ライブ（ＤＲ）のアドレスＤＯＩもしくはＯＤ２を含
む。フィールド１６１は簡単には共通のファイル・ヘッ
ダ１００（第４図）のフィールド１０２、１０３に対応
するファイル名拡張を含むオープン・ファイル名を記憶
する。ＶＥＲフィールド１６２はオープン・ファイルの
ファイル番号バージョン（ＶＥＲ）を記憶する。この番
号は現ホスト・プロセッサ１０によって処理されている
ファイル名のバージョンのフィールド１１１中のバージ
ョン番号に対応する。オープン・フィールド１６５はこ
のファイルを開いたホスト・プロセッサ１０中のプログ
ラム数を示す。ファイルを開くたびに、オープン・フィ
ールド１６５は１だけインクレメントされる。同じよう
に、プログラムの１つがファイルをクローズすると、オ
ープン数は１だけ減少する。フィールドＶＣＮＴ１６６
はデイレクトリ２８中で識別されるオープン・ファイル
の最高の番号のバージョンのためのバージョン・カウン
ト（ＶＣＮＴ）を記憶する。処理されつつあるファイル
・バージョンは最高の番号のバージョンである必要はな
い。フィールドＲＥＬＳ１６７はオープン・ファイルの
ための上位の相対セクタ（ＲＥＬＳ）を識別し、これは
勿論ファイルを構成するエクステントのすべてのうちで
最後に記憶されたレコードを有するエクステントを識別
する。フィールドＭＡＰＡＤＤＲ１６８は特定のファイ
ル・バージョンのためのエクステント・マップの始まり
（ＭＡＰＡＤＤＲ）をマークするホスト・プロセッサの
主メモリ中のアドレスを指示する。各エクステント・マ
ップはファイル・バージョン記述１１０のフィールド１
１６及び１１７より成る。各ファイルはそのファイル・
バージョンの各々についてファイル・バージョン記述を
有する。エクステント・マップの相対バイト・アドレス
ＭＡＰＡＤＤＲはエクステント・マップがフィールド９
１から偏位するバイト数を示す。デイレクトリ・セグメ
ント５８はディスク２０の複数のセクタにまたがって延
在でき、ＭＡＰＡＤＤＲフィールド１６８中の相対バイ
ト位置はセクタ中に記憶されるバイト数より大きい。特
定のファイル・バージョン記述１１０中のデイレクトリ
・セグメント５２中の、ディスク２０上のエクステント
・カウント・フィールド１１６の開始の物理的位置はフ
ィールド１６７中の相対数をセクタ中のバイト数によっ
て除算したオフセットである。この余りはファイル・バ
ージョン記述１１０を記憶するセクタ内のバイト・オフ
セットを示し、商はデイレクトリ・セグメント５８の項
目の相対セクタ数として示したフィールド９１からの変
位から１を引いた値を示す。ＮＢＲフィールド１６９は
エクステントの定義数（ＮＢＲ）を示し、これはディス
ク２０上に記録されているエクステント・カウント・フ
ィールド１１６中に記憶されている数と同じ数である。
ＥＸＴフィールド１７０はエクステント（ＥＸＴ）定義
フィールド１１７中に記憶されている情報を含む。番号
１７１はＦＥＭＣＢ１５５が、ＤＯＳに関連するが本発
明の理解には関連しない他の情報を含んでいることを示
す省略記号である。このような情報はファイル寸法、日
付及び時刻、過去の情報、サブデイレクトリの情報等を
含むことができる。
エクステント及びそのデイレクトリ構造に対する関係を
良く理解するために、例をあげる。ファイル名のレコー
ドの寸法を２５６バイトと仮定する。ファイルは先ず番
号１乃至９及び１６乃至２０のレコードを記録すること
によって形成される。例を理解するためには以下の第１
表を参照されたい。エクステント・マップのバージョン
１即ちフィールド１１６及び１１７はエクステント・カ
ウント１１６を３にセットしている。最初のエクステン
ト定義１１７はレコード１乃至９のためのものであり、
占有されるセクタ数はレコード数×２５６バイト÷１０
２４（セクタ・サイズ）を求め次の上位の数に丸めたも
のである。もしレコード９がセクタの終りで終らない時
は、このセクタの残りの部分はすべて０にされる。第２
のエクステントは空のエクステントである。エクステン
ト定義１１７の第２の項目はセクタ数を２５６を５倍し
てセクタ寸法で割り、次の上位の整数に丸めたものであ
る。この数はまだ形成されていないもしくは少なくとも
まだ記録されていないレコード１１乃至１５を示す。第
３のエクステントの定義１１７はセクタ数を２５６を５
倍してセクタ寸法で割り、次の高位の整数に丸めて求め
る。相対セクタ項目は第１及び第３の占有エクステント
だけのために導入される。このような相対セクタ数は第
２の即ち中間のエクステントが記憶情報を表わすかどう
かにかかわらず計算される。たとえば第１及び第２のエ
クステントがフレーム名中に識別された情報を記憶する
のに３つのセクタを必要とするならば、第３のエクステ
ントのための相対セクタ数は４になる。中間のエクステ
ントのための相対セクタ数は０にセットされる。それは
中間のエクステントが情報記憶レコードを持たないから
である。この場合空白はすべて１でもよい。最初のエク
ステントの相対セクタ数は０に等しい。アドレス機構に
依存して上述のように計算された数に追加される追加の
相対数が存在する。フレーム名バージョンの形成及びこ
れ等をディスク２０上に記憶した後、３つのファイル・
バージョン・ヘッダ１１０が生じ、汎用ヘッダ９０の後
直ちに記憶される共通ファイル・ヘッダ１００の後に連
続して記憶される。次にファイル名が更新される。レコ
ード１３及び１４が記憶され、レコード３及び１９が更
新されたものとする。この更新の結果、第１表に示され
たように７つのファイル・バージョン・ヘッダ１１０が
形成される。
良く理解するために、例をあげる。ファイル名のレコー
ドの寸法を２５６バイトと仮定する。ファイルは先ず番
号１乃至９及び１６乃至２０のレコードを記録すること
によって形成される。例を理解するためには以下の第１
表を参照されたい。エクステント・マップのバージョン
１即ちフィールド１１６及び１１７はエクステント・カ
ウント１１６を３にセットしている。最初のエクステン
ト定義１１７はレコード１乃至９のためのものであり、
占有されるセクタ数はレコード数×２５６バイト÷１０
２４（セクタ・サイズ）を求め次の上位の数に丸めたも
のである。もしレコード９がセクタの終りで終らない時
は、このセクタの残りの部分はすべて０にされる。第２
のエクステントは空のエクステントである。エクステン
ト定義１１７の第２の項目はセクタ数を２５６を５倍し
てセクタ寸法で割り、次の上位の整数に丸めたものであ
る。この数はまだ形成されていないもしくは少なくとも
まだ記録されていないレコード１１乃至１５を示す。第
３のエクステントの定義１１７はセクタ数を２５６を５
倍してセクタ寸法で割り、次の高位の整数に丸めて求め
る。相対セクタ項目は第１及び第３の占有エクステント
だけのために導入される。このような相対セクタ数は第
２の即ち中間のエクステントが記憶情報を表わすかどう
かにかかわらず計算される。たとえば第１及び第２のエ
クステントがフレーム名中に識別された情報を記憶する
のに３つのセクタを必要とするならば、第３のエクステ
ントのための相対セクタ数は４になる。中間のエクステ
ントのための相対セクタ数は０にセットされる。それは
中間のエクステントが情報記憶レコードを持たないから
である。この場合空白はすべて１でもよい。最初のエク
ステントの相対セクタ数は０に等しい。アドレス機構に
依存して上述のように計算された数に追加される追加の
相対数が存在する。フレーム名バージョンの形成及びこ
れ等をディスク２０上に記憶した後、３つのファイル・
バージョン・ヘッダ１１０が生じ、汎用ヘッダ９０の後
直ちに記憶される共通ファイル・ヘッダ１００の後に連
続して記憶される。次にファイル名が更新される。レコ
ード１３及び１４が記憶され、レコード３及び１９が更
新されたものとする。この更新の結果、第１表に示され
たように７つのファイル・バージョン・ヘッダ１１０が
形成される。
上記の表で、♯は数を、ＦＦＦＦＦＦはすべて１を（論
理的に、データは記憶されていないのですべて１は空白
を意味する）、ＸＸＸは任意の相対アドレス番号を表わ
し、セクタのカウントは１６進で示されている。即ちＡ
−Ｆは夫々１０進１０−１５と等価である。デイレクト
リ・ヘッダにおいて、各更新ファイル・バージョン記述
１１０の各々は共通ファイル・ヘッダ１００に直ちに続
いてデイレクトリ・セグメント中に記憶され、原ファイ
ル記述ヘッダ１１０は記憶され、更新ファイル・バージ
ョン記述に続いて記録され、最新のファイル・バージョ
ン記述がデイレクトリ・セグメントを読取る時に遭遇す
る最初のものであるようにされる（ＬＩＦＯ…後入れ先
出（メモリ）。
理的に、データは記憶されていないのですべて１は空白
を意味する）、ＸＸＸは任意の相対アドレス番号を表わ
し、セクタのカウントは１６進で示されている。即ちＡ
−Ｆは夫々１０進１０−１５と等価である。デイレクト
リ・ヘッダにおいて、各更新ファイル・バージョン記述
１１０の各々は共通ファイル・ヘッダ１００に直ちに続
いてデイレクトリ・セグメント中に記憶され、原ファイ
ル記述ヘッダ１１０は記憶され、更新ファイル・バージ
ョン記述に続いて記録され、最新のファイル・バージョ
ン記述がデイレクトリ・セグメントを読取る時に遭遇す
る最初のものであるようにされる（ＬＩＦＯ…後入れ先
出（メモリ）。
第１表はレコード寸法が２５６バイトのファイル名につ
いてセクタ寸法が５１２バイトの場合に構成されたもの
であり、データ記録領域２９中には、２レコードが所定
の単一セクタを占めるようになっている。レコードはあ
たかもレコードのすべてがデータで充満されているかの
ようにセクタに割当てられる。従って、第１表の原ファ
イル・バージョン記述中では、エクステントの定義♯１
はレコード１乃至１０のためのものであるが実際にはレ
コード１乃至９だけが実在する。しかしながら５個の完
全なセクタはレコード１乃至１０が充填されているかの
ごとく割当てられる。ディスク２０中でも５個のセクタ
が使用される。原ファイル・バージョン・ヘッダ中のエ
クステントの定義♯２はこれから形成さるべきレコード
１１乃至１４のためのものであり、相対セクタがＦＦＦ
ＦＦに等しい２つのセクタが取っておかれている。レコ
ード１１−１４のための割当てはデイレクトリの管理の
ためであり、実際にはディスク２０上のセクタは使用さ
れない。同じように、レコード１６乃至２０のためのエ
クステントの定義♯３はレコード１６乃至２０のための
ものである。しかしながら、データ領域２９の３つのセ
クタが割当てられてディスク２０上で使用され、エクス
テントの定義♯３によって識別されるデータ領域２９の
最初のセクタはレコード１６だけを含み、後に記録され
るレコード１５のために割当てられた空間が残され、フ
ァイル名中のすべてのレコード位置が完全に充墳された
時にファイルを収容するのに保存される。
いてセクタ寸法が５１２バイトの場合に構成されたもの
であり、データ記録領域２９中には、２レコードが所定
の単一セクタを占めるようになっている。レコードはあ
たかもレコードのすべてがデータで充満されているかの
ようにセクタに割当てられる。従って、第１表の原ファ
イル・バージョン記述中では、エクステントの定義♯１
はレコード１乃至１０のためのものであるが実際にはレ
コード１乃至９だけが実在する。しかしながら５個の完
全なセクタはレコード１乃至１０が充填されているかの
ごとく割当てられる。ディスク２０中でも５個のセクタ
が使用される。原ファイル・バージョン・ヘッダ中のエ
クステントの定義♯２はこれから形成さるべきレコード
１１乃至１４のためのものであり、相対セクタがＦＦＦ
ＦＦに等しい２つのセクタが取っておかれている。レコ
ード１１−１４のための割当てはデイレクトリの管理の
ためであり、実際にはディスク２０上のセクタは使用さ
れない。同じように、レコード１６乃至２０のためのエ
クステントの定義♯３はレコード１６乃至２０のための
ものである。しかしながら、データ領域２９の３つのセ
クタが割当てられてディスク２０上で使用され、エクス
テントの定義♯３によって識別されるデータ領域２９の
最初のセクタはレコード１６だけを含み、後に記録され
るレコード１５のために割当てられた空間が残され、フ
ァイル名中のすべてのレコード位置が完全に充墳された
時にファイルを収容するのに保存される。
第１表において、１つの記録動作の結果として、更新さ
れたファイルのバージョン記述はバージョン♯２とな
り、原ファイル・バージョン記述はバージョン♯３とな
る。原ファイル・バージョン中には、３つのエクステン
トがあり、第２の即ち更新ファイル中には７個のエクス
テントがある。エクステントの定義♯１Ｕは別個のエク
ステントとなる。それはレコード３がレコード１乃至９
の原エクステント中で更新されたからである。原レコー
ド４は、００８の相対オフセットを有する第２の（更
新）エクステント中の更新レコード３と結合する。即ち
原レコード４は次のエクステントに再記録され、原ファ
イル・バージョンの定義♯１内に原レコード４の他のコ
ピーが残される。エクステントの定義♯３Ｕは原レコー
ド５乃至１０とこれから受取られるレコード１０のため
に割当てられた空間のためのものである。その相対セク
タ番号はここで♯２となる。それは元々レコード３及び
４を記録していたセクタがもはや最新のもしくは現在
の、ファイル・バージョン中に存在しないからである。
また受取っていないレコード１１、１２のための原エク
ステント定義♯２から取出された定義♯４Ｕ中で相対セ
クタ・アドレスはＦＦＦＦとして保存され、１つのセク
タがディレクトリ２８内で２つのこれから記憶されるべ
きレコードのために論理的に割当てられる。新らしいエ
クステント定義♯５Ｕは新らしいレコード１３及び１４
をオフセット９を有する別個のエクステントとして識別
し、定義♯２Ｕによって定義されたデータの後に記録さ
れる（レコード３の更新は新らしてエクステントを生ず
る）。データ領域２９の１つのセクタがその記憶に必要
になる。レコード１５乃至１８のためのエクステント定
義♯６Ｕは原バージョン中のエクステント定義♯３と同
じ相対セクタ数を保存する。しかしながらセクタ数は１
だけ減少する。それはレコード２０が更新されるからで
あ。レコード２０が更新されるので、これは原レコード
１９とともに運ばれ、ＯＯＡのオフセット（１０進１
０）を有する新しいエクステント定義♯７Ｕを形成し、
１つのデータ領域２９のセクタはこれによって識別され
る。
れたファイルのバージョン記述はバージョン♯２とな
り、原ファイル・バージョン記述はバージョン♯３とな
る。原ファイル・バージョン中には、３つのエクステン
トがあり、第２の即ち更新ファイル中には７個のエクス
テントがある。エクステントの定義♯１Ｕは別個のエク
ステントとなる。それはレコード３がレコード１乃至９
の原エクステント中で更新されたからである。原レコー
ド４は、００８の相対オフセットを有する第２の（更
新）エクステント中の更新レコード３と結合する。即ち
原レコード４は次のエクステントに再記録され、原ファ
イル・バージョンの定義♯１内に原レコード４の他のコ
ピーが残される。エクステントの定義♯３Ｕは原レコー
ド５乃至１０とこれから受取られるレコード１０のため
に割当てられた空間のためのものである。その相対セク
タ番号はここで♯２となる。それは元々レコード３及び
４を記録していたセクタがもはや最新のもしくは現在
の、ファイル・バージョン中に存在しないからである。
また受取っていないレコード１１、１２のための原エク
ステント定義♯２から取出された定義♯４Ｕ中で相対セ
クタ・アドレスはＦＦＦＦとして保存され、１つのセク
タがディレクトリ２８内で２つのこれから記憶されるべ
きレコードのために論理的に割当てられる。新らしいエ
クステント定義♯５Ｕは新らしいレコード１３及び１４
をオフセット９を有する別個のエクステントとして識別
し、定義♯２Ｕによって定義されたデータの後に記録さ
れる（レコード３の更新は新らしてエクステントを生ず
る）。データ領域２９の１つのセクタがその記憶に必要
になる。レコード１５乃至１８のためのエクステント定
義♯６Ｕは原バージョン中のエクステント定義♯３と同
じ相対セクタ数を保存する。しかしながらセクタ数は１
だけ減少する。それはレコード２０が更新されるからで
あ。レコード２０が更新されるので、これは原レコード
１９とともに運ばれ、ＯＯＡのオフセット（１０進１
０）を有する新しいエクステント定義♯７Ｕを形成し、
１つのデータ領域２９のセクタはこれによって識別され
る。
第１表中の上述の定義から、更新中の種々のレコードの
物理的記録は記録ディスク２０上にデータの物理的断片
化を生ずるが、ファイル・バージョン・ヘッダが論理的
にすべてのレコードを、レコードが実際に記録されるか
どうかにかかわらず、連続論理ファイルとして論理的に
結合する。この意味で、ファイル・バージョン記述は又
割当てマップとして働く。
物理的記録は記録ディスク２０上にデータの物理的断片
化を生ずるが、ファイル・バージョン・ヘッダが論理的
にすべてのレコードを、レコードが実際に記録されるか
どうかにかかわらず、連続論理ファイルとして論理的に
結合する。この意味で、ファイル・バージョン記述は又
割当てマップとして働く。
第１表に示したディスク２０上に記録されたファイルは
２つの時間的にずれた記録動作で記録される。ここで用
語「記録動作」はすべての記録がＤＯＳによってファイ
ルの所与の「書込みオープン」中に達成されることを意
味する。従って、５つの連続するセクタに記録されたレ
コード１−９及びレコード１５−２０（３つの連続する
セクタ中に記録された５個のレコード）より成るバージ
ョン１中の、実際にディスク２０上に記録されるレコー
ドはディスク２０の８個の連続するセクタ中に記録され
る。もし単一の書込みオープン中に２つの記録セッショ
ンが使用されると、レコード１５乃至２０はレコード１
乃至９を記録する５個の連続するセクタとは分離した３
つの連続したセクタに記録される。レコード１５乃至２
０はレコード１乃至９の前でも記録できる。単一の書込
みオープン内の、このような記録セクション・シーケン
スにかかわらず、単一の書込みオープンとして記録され
たすべてのレコードは単一の記録動作中に記録されたデ
ィレクトリ中にあるものとして処理される。このような
１回の書込みオープン中に記録されるすべてのレコード
は物理的な記録位置のいかんにかかわらずレコード番号
によってディレクトリ・セグメント中に分類される。同
様に、第１表中に表わされた第２の書込みオープンはい
くつかの時間的にずれた記録セッションより成ることが
できる。相継ぐ書込みオープン中に発生されるものとし
て例示された例に示したファイル・バージョンだけがエ
クステントの定義を変更できる。書込みオープン・ファ
イルがクローズされる迄はエクステントの定義は変更さ
れない。
２つの時間的にずれた記録動作で記録される。ここで用
語「記録動作」はすべての記録がＤＯＳによってファイ
ルの所与の「書込みオープン」中に達成されることを意
味する。従って、５つの連続するセクタに記録されたレ
コード１−９及びレコード１５−２０（３つの連続する
セクタ中に記録された５個のレコード）より成るバージ
ョン１中の、実際にディスク２０上に記録されるレコー
ドはディスク２０の８個の連続するセクタ中に記録され
る。もし単一の書込みオープン中に２つの記録セッショ
ンが使用されると、レコード１５乃至２０はレコード１
乃至９を記録する５個の連続するセクタとは分離した３
つの連続したセクタに記録される。レコード１５乃至２
０はレコード１乃至９の前でも記録できる。単一の書込
みオープン内の、このような記録セクション・シーケン
スにかかわらず、単一の書込みオープンとして記録され
たすべてのレコードは単一の記録動作中に記録されたデ
ィレクトリ中にあるものとして処理される。このような
１回の書込みオープン中に記録されるすべてのレコード
は物理的な記録位置のいかんにかかわらずレコード番号
によってディレクトリ・セグメント中に分類される。同
様に、第１表中に表わされた第２の書込みオープンはい
くつかの時間的にずれた記録セッションより成ることが
できる。相継ぐ書込みオープン中に発生されるものとし
て例示された例に示したファイル・バージョンだけがエ
クステントの定義を変更できる。書込みオープン・ファ
イルがクローズされる迄はエクステントの定義は変更さ
れない。
第６図を参照するのに、ホスト・プロセッサ１０の主メ
モリ中に記録されているＯＤＤＣＢ１２８の詳細が示さ
れているが以下ＯＤＳＤＣＢ３５と比較して説明する。
ＯＤＤＣＢ１２８は制御ブロック１２８をＯＤＤＣＢと
して識別する最初のフィールド１７６ＤＣＢＩＤ（装置
制御ブロック識別子）を有するフィールド１７６のアド
レスはＯＤＤＣＢ１２８のための開始アドレスを有し、
前の説明によって仮定したように発生され、ＤＯＳ１１
中に記憶される。ＤＲフィールド１７７はどの光ディス
ク・ドライブ１７が光ディスク２０中に取付けられるか
を示す。媒体フィールド１７８は識別されたドライブ１
７中に取付けられたディスクの記述を含む。媒体フィー
ルド中に記憶される情報は取付けられた特定のディスク
２０のためのＯＤＳＤＣＢ３５から得られる。ＡＮＣＨ
（アンカー）フィールド１７９はアンカー・ベース４０
のトラック・アドレスを含む。媒体フィールド１７８か
ら、ホスト・プロセッサ１０は割当てのために使用可能
な、ディスク２０上のセクタの総数を決定できる。ラベ
ル・フィールド１８０はデータ・ボリュームとして光デ
ィスク２０のラベルもしくは名前を含むＯＤＳＤＣＢ３
５から読取られる。「最後のデータ」フィールド１８５
はデータ領域２９にデータを記憶するのに最後に使用さ
れたトラックのアドレス及びこのようなセクタのアドレ
スを記憶している。このような情報は第９図に示し、後
述するスペース見出し、動作によって得ることができ
る。オープン・フィールド１８６はホスト・プロセッサ
中で実行される計算機プログラムによって開かれるファ
イルのオープン数を示す。この数は特定のファイル・バ
ージョンにアクティブに含まれるユーザ数に対応する。
用語「ユーザ」はプログラムを意味する。最後のＤＩＲ
フィールド１８７は最後に記録されたディレクトリ・ア
ンカー・ポインタ４５のトラック・アドレスを含む。ア
ンカー・ポインタはアンカー・ベース３７（第３図）に
よって指示されたディスク２０上のアンカー・ベース４
０を読取ることによって見出される。ルートＨＤＲフィ
ールド１８８は主メモリに、処理されつつある現在のフ
ァイル・バージョンに関連して使用されるルート・ディ
レクトリ・ヘッダ５０のトラック・アドレスを記憶す
る。パス・フィールド１８９は処理されつつあるファイ
ル・バージョンをアクセスするためのＤＯＳパス名を含
む。パスＨＤＲフィールド１９０はパス・フィールド１
８９中に記憶されたパス名によって指定されたサブディ
レクトリ・ヘッダのトラック・アドレスを含む。ＮＳＤ
（サブディレクトリ数）フィールド１９１はルートフィ
ールド中に表わされたサブディレクトリのカウントを含
む。新フィールド１９２は現在のディレクトリにとって
上位レベル・ディレクトリ項目中にまだ反映されていな
いディレクトリ・ヘッダ・トラックのトラック・アドレ
スを含む。これはたとえば、サブヘッダ７２がルート・
セグメント５８によってまだ指示されておらず、従って
ディスク２０上に記録されている情報によってはまだア
ドレス可能でないことを意味する。このフィールドの内
容はプログラム及びＤＯＳ１１の余りであり、サブヘッ
ダを識別するルート・セグメントを更新するためのもの
である。これと同じ規則はディレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５が新らしいもしくは追加のルート・ヘッダ５
３の構造を反映するように更新されていないルート・ヘ
ッダ５０にも適用される。要するにＯＤＳＤＣＢ３５は
媒体記述子情報だけを含むが、ＯＤＤＣＢ１２８はこの
情報を含むだけでなく、オープン・ファイルをクローズ
する時、即ちオープン・フィールド１８６が０になる時
に、ディレクトリ２８の適切で正確な更新を保証するこ
とに関連する他の機能情報も含んでいる。番号１９３は
ＯＤＤＣＢが本発明の理解に関連しないファイル管理制
御に関する他のフィールドを含むことを示す省略記号で
ある。
モリ中に記録されているＯＤＤＣＢ１２８の詳細が示さ
れているが以下ＯＤＳＤＣＢ３５と比較して説明する。
ＯＤＤＣＢ１２８は制御ブロック１２８をＯＤＤＣＢと
して識別する最初のフィールド１７６ＤＣＢＩＤ（装置
制御ブロック識別子）を有するフィールド１７６のアド
レスはＯＤＤＣＢ１２８のための開始アドレスを有し、
前の説明によって仮定したように発生され、ＤＯＳ１１
中に記憶される。ＤＲフィールド１７７はどの光ディス
ク・ドライブ１７が光ディスク２０中に取付けられるか
を示す。媒体フィールド１７８は識別されたドライブ１
７中に取付けられたディスクの記述を含む。媒体フィー
ルド中に記憶される情報は取付けられた特定のディスク
２０のためのＯＤＳＤＣＢ３５から得られる。ＡＮＣＨ
（アンカー）フィールド１７９はアンカー・ベース４０
のトラック・アドレスを含む。媒体フィールド１７８か
ら、ホスト・プロセッサ１０は割当てのために使用可能
な、ディスク２０上のセクタの総数を決定できる。ラベ
ル・フィールド１８０はデータ・ボリュームとして光デ
ィスク２０のラベルもしくは名前を含むＯＤＳＤＣＢ３
５から読取られる。「最後のデータ」フィールド１８５
はデータ領域２９にデータを記憶するのに最後に使用さ
れたトラックのアドレス及びこのようなセクタのアドレ
スを記憶している。このような情報は第９図に示し、後
述するスペース見出し、動作によって得ることができ
る。オープン・フィールド１８６はホスト・プロセッサ
中で実行される計算機プログラムによって開かれるファ
イルのオープン数を示す。この数は特定のファイル・バ
ージョンにアクティブに含まれるユーザ数に対応する。
用語「ユーザ」はプログラムを意味する。最後のＤＩＲ
フィールド１８７は最後に記録されたディレクトリ・ア
ンカー・ポインタ４５のトラック・アドレスを含む。ア
ンカー・ポインタはアンカー・ベース３７（第３図）に
よって指示されたディスク２０上のアンカー・ベース４
０を読取ることによって見出される。ルートＨＤＲフィ
ールド１８８は主メモリに、処理されつつある現在のフ
ァイル・バージョンに関連して使用されるルート・ディ
レクトリ・ヘッダ５０のトラック・アドレスを記憶す
る。パス・フィールド１８９は処理されつつあるファイ
ル・バージョンをアクセスするためのＤＯＳパス名を含
む。パスＨＤＲフィールド１９０はパス・フィールド１
８９中に記憶されたパス名によって指定されたサブディ
レクトリ・ヘッダのトラック・アドレスを含む。ＮＳＤ
（サブディレクトリ数）フィールド１９１はルートフィ
ールド中に表わされたサブディレクトリのカウントを含
む。新フィールド１９２は現在のディレクトリにとって
上位レベル・ディレクトリ項目中にまだ反映されていな
いディレクトリ・ヘッダ・トラックのトラック・アドレ
スを含む。これはたとえば、サブヘッダ７２がルート・
セグメント５８によってまだ指示されておらず、従って
ディスク２０上に記録されている情報によってはまだア
ドレス可能でないことを意味する。このフィールドの内
容はプログラム及びＤＯＳ１１の余りであり、サブヘッ
ダを識別するルート・セグメントを更新するためのもの
である。これと同じ規則はディレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５が新らしいもしくは追加のルート・ヘッダ５
３の構造を反映するように更新されていないルート・ヘ
ッダ５０にも適用される。要するにＯＤＳＤＣＢ３５は
媒体記述子情報だけを含むが、ＯＤＤＣＢ１２８はこの
情報を含むだけでなく、オープン・ファイルをクローズ
する時、即ちオープン・フィールド１８６が０になる時
に、ディレクトリ２８の適切で正確な更新を保証するこ
とに関連する他の機能情報も含んでいる。番号１９３は
ＯＤＤＣＢが本発明の理解に関連しないファイル管理制
御に関する他のフィールドを含むことを示す省略記号で
ある。
Ｅ５コントローラによる探索、更新、記録の末端識別 第７、８及び９図で、ブロックを結ぶ線はプログラム呼
び出し、ブロックで表わされたプログラミング間のデー
タ転送等を示す。
び出し、ブロックで表わされたプログラミング間のデー
タ転送等を示す。
第７図はディスク２０上に記録されているディレクトリ
２８中に含まれる情報をアクセスするホスト・プロセッ
サ１０のマシン動作を示す。一度ディスク２０をドライ
ブ１７上に取付けると、ホスト・プロセッサ１０はディ
スク２０をアクセスして、ディレクトリの位置を判断
し、先ずＯＤＳＤＣＢ３５を読取り、次にＤＯＳ１１に
よって定義された必要性に基づいて、ディスク２０に記
録されているディレクトリ・ヘッダ及びセグメントを読
取って情報を得る。番号２００は探知及び接続マシン動
作２０１に関する。ＤＯＳ１１によるアクチベーション
を示す。これ等の探知及び接続動作は所定の、ディレク
トリ２８のヘッダ／セグメントを探知して主メモリ中の
ＯＤＤＣＢ１２８を更新し、ＤＯＳ１１から受取った特
定のディレクトリ経路、即ちディレクトリ２８のための
現ディレクトリ経路を組立てる。マシン動作２０１は主
メモリ中に示された多くの名前インディケータ１９′を
ＤＯＳ１１から受取った特定のディレクトリ経路中に含
まれる名前（サブディレクトリの名前及びファイル名）
にセットする。次にマシン動作のループが遂行され、Ｄ
ＯＳ１１によって指定されたディレクトリ２８中のすべ
ての名前（ディレクトリ・ヘッダ・ファイル名等）が見
出される。各指定された名前について、ディレクトリ探
索動作２０２がアクチベートされ、ディレクトリ２８中
の名前が見出される。
２８中に含まれる情報をアクセスするホスト・プロセッ
サ１０のマシン動作を示す。一度ディスク２０をドライ
ブ１７上に取付けると、ホスト・プロセッサ１０はディ
スク２０をアクセスして、ディレクトリの位置を判断
し、先ずＯＤＳＤＣＢ３５を読取り、次にＤＯＳ１１に
よって定義された必要性に基づいて、ディスク２０に記
録されているディレクトリ・ヘッダ及びセグメントを読
取って情報を得る。番号２００は探知及び接続マシン動
作２０１に関する。ＤＯＳ１１によるアクチベーション
を示す。これ等の探知及び接続動作は所定の、ディレク
トリ２８のヘッダ／セグメントを探知して主メモリ中の
ＯＤＤＣＢ１２８を更新し、ＤＯＳ１１から受取った特
定のディレクトリ経路、即ちディレクトリ２８のための
現ディレクトリ経路を組立てる。マシン動作２０１は主
メモリ中に示された多くの名前インディケータ１９′を
ＤＯＳ１１から受取った特定のディレクトリ経路中に含
まれる名前（サブディレクトリの名前及びファイル名）
にセットする。次にマシン動作のループが遂行され、Ｄ
ＯＳ１１によって指定されたディレクトリ２８中のすべ
ての名前（ディレクトリ・ヘッダ・ファイル名等）が見
出される。各指定された名前について、ディレクトリ探
索動作２０２がアクチベートされ、ディレクトリ２８中
の名前が見出される。
ディレクトリ探索動作２０２はディレクトリ２８を走査
して、必要とされるサブディレクトリもしくはファイル
名を見出す。先ず、最後に形成されたルート・ディレク
トリ・セグメント５８及びこれが識別するサブディレク
トリ７１を探索してファイル／経路引数が求められる。
もし該当するものがなければ、探索はヘッダ・インデッ
クス５７、６０に延びる。探索の延長は先ずインデック
ス５７及び６０のようなルート・ディレクトリ中のイン
デックスを走査することにより行なわれる。もしサブデ
ィレクトリがインデック項目５４（第３図）中に指定さ
れた名前についてフィールド８６もしくはフィールド８
７中のフィールド名．ＥＸＴ中で識別されると、インデ
ックス項目に対応するディレクトリ・セグメント５２が
走査され夫々ディレクトリ２８もしくはユーザ・データ
領域２９中のサブレクトリもしくはフレーム名のディス
ク２０上の物理的位置が走査される。ディレクトリ探索
動作２０２はパス中に含まれる各名前について一度活動
化されることを想起されたい。ディレクトリの走査は良
く知られているので、詳細は説明しないが、インデック
ス走査はインデックス５７を有するルート・ディレクト
リで始まり（インデックス５６は０に等しくセットされ
ていることを想起されたい）、すべてのインデックス及
び割当てられた２つのトラックがまだ充填されていない
最後のルート・セグメントに及ぶ。各識別されたサブデ
ィレクトリについて、同じ探索はすべての論理パス名に
対応するすべての実際の物理的アドレス迄行われる。こ
れ等の探索動作が完了すると、ディレクトリは第６図に
関して説明されたフィールド中においてＯＤＤＣＢ１２
８中に記憶されている経路の識別を使用してＤＯＳ１１
は論理的に接続される。ディレクトリ探索動作は又ルー
ト及びサブディレクトリ・ヘッダ中のディレクトリ・イ
ンデックスを読取るための読取り動作２０３及びステッ
プ２０４のヘッダ・インデックスのための探索を含む。
最後の探索部分２１０は最後のディレクトリ・セグメン
ト（おそらくまだ充填されていない）の探索である。こ
の探索は又番号２０９によって示されたＤＯＳ１１のサ
ブ動作２０４中のヘッダ・インデックスの探索の完了に
基づく、探索ディレクトリ２０２からのサブ機能と呼ば
れる。セグメント探索マシン動作２１０はディレクトリ
領域２８内の特定のトラック・アドレスに存在するディ
レクトリ・セグメントを探索する。ディレクトリ・セグ
メントの場合は指定されたトラックはディレクトリ・セ
グメントのために割当てられた２つのトラックの半径上
最奥のトラックである。マシン動作２１０はフィールド
１０２もしくはファイル拡張名の適切なファイル名を見
出すためにディスク２０上の各セクタを順次読取って２
つのアドレスされたセグメント・トラックを読取るため
の読取り動作２１１を含む。フィールド１０２は同じよ
うにサブディレクトリを識別する。
して、必要とされるサブディレクトリもしくはファイル
名を見出す。先ず、最後に形成されたルート・ディレク
トリ・セグメント５８及びこれが識別するサブディレク
トリ７１を探索してファイル／経路引数が求められる。
もし該当するものがなければ、探索はヘッダ・インデッ
クス５７、６０に延びる。探索の延長は先ずインデック
ス５７及び６０のようなルート・ディレクトリ中のイン
デックスを走査することにより行なわれる。もしサブデ
ィレクトリがインデック項目５４（第３図）中に指定さ
れた名前についてフィールド８６もしくはフィールド８
７中のフィールド名．ＥＸＴ中で識別されると、インデ
ックス項目に対応するディレクトリ・セグメント５２が
走査され夫々ディレクトリ２８もしくはユーザ・データ
領域２９中のサブレクトリもしくはフレーム名のディス
ク２０上の物理的位置が走査される。ディレクトリ探索
動作２０２はパス中に含まれる各名前について一度活動
化されることを想起されたい。ディレクトリの走査は良
く知られているので、詳細は説明しないが、インデック
ス走査はインデックス５７を有するルート・ディレクト
リで始まり（インデックス５６は０に等しくセットされ
ていることを想起されたい）、すべてのインデックス及
び割当てられた２つのトラックがまだ充填されていない
最後のルート・セグメントに及ぶ。各識別されたサブデ
ィレクトリについて、同じ探索はすべての論理パス名に
対応するすべての実際の物理的アドレス迄行われる。こ
れ等の探索動作が完了すると、ディレクトリは第６図に
関して説明されたフィールド中においてＯＤＤＣＢ１２
８中に記憶されている経路の識別を使用してＤＯＳ１１
は論理的に接続される。ディレクトリ探索動作は又ルー
ト及びサブディレクトリ・ヘッダ中のディレクトリ・イ
ンデックスを読取るための読取り動作２０３及びステッ
プ２０４のヘッダ・インデックスのための探索を含む。
最後の探索部分２１０は最後のディレクトリ・セグメン
ト（おそらくまだ充填されていない）の探索である。こ
の探索は又番号２０９によって示されたＤＯＳ１１のサ
ブ動作２０４中のヘッダ・インデックスの探索の完了に
基づく、探索ディレクトリ２０２からのサブ機能と呼ば
れる。セグメント探索マシン動作２１０はディレクトリ
領域２８内の特定のトラック・アドレスに存在するディ
レクトリ・セグメントを探索する。ディレクトリ・セグ
メントの場合は指定されたトラックはディレクトリ・セ
グメントのために割当てられた２つのトラックの半径上
最奥のトラックである。マシン動作２１０はフィールド
１０２もしくはファイル拡張名の適切なファイル名を見
出すためにディスク２０上の各セクタを順次読取って２
つのアドレスされたセグメント・トラックを読取るため
の読取り動作２１１を含む。フィールド１０２は同じよ
うにサブディレクトリを識別する。
次のバージョン探索動作２１３は番号２１２によって示
したＤＯＳ１１からのＤＯＳサブ機能と呼ばれる。次の
バージョン探索動作２１３はファイルのその後の即ち次
のバージョンのための情報のためのディレクトリ項目
（ヘッダ及びセグメント）を探索する。ＤＯＳ１１から
の入力パラメータは最後のファイル・バージョン番号の
識別を含む。このバージョン番号はデータ領域２９に記
憶されているものとして最後に発見されたファイル・バ
ージョン番号に対応するファイル・ディレクトリ記述１
１０のトラック及びセクタ・アドレスとともに発見され
る。バージョン番号は最初即ち最も早く記録したファイ
ル・バージョンに対する番号１から始まる。この最初の
バージョンは次のバージョン探索がアクティベートされ
た時に発見される。マシン動作２１３を行うホスト・プ
ロセッサ１０は先ずファイル・バージョン記述１１０を
含むディレクトリ・セグメントを探知する（ディレクト
リの古いバージョンはファイルが更新された時に消去も
しくは不使用マークがつけられていることを想起された
い）。次にすべてのファイル・バージョンよりも１少な
いファイル・バージョンを見出す。この次のファイル・
バージョン番号（たとえば次に古いファイル・バージョ
ン）に対応するフィールド１１１−１１７（第４図）中
のファイル・バージョン記述の情報内容がホスト・プロ
セッサ１０（主メモリ）に供給される。もし最後に処理
した、即ち最後に発見したファイル・バージョンがファ
イル名を記述するディレクトリ・セグメント中の最後の
ものである時は、この情報がホスト・プロセッサ１０に
戻される。このような情報の走査と供給は実施が比較的
簡単なマシン動作であるので、さらに詳細は説明しな
い。ディレクトリ探索動作２０２は直接ＤＯＳ１１から
もアクチベートできる。
したＤＯＳ１１からのＤＯＳサブ機能と呼ばれる。次の
バージョン探索動作２１３はファイルのその後の即ち次
のバージョンのための情報のためのディレクトリ項目
（ヘッダ及びセグメント）を探索する。ＤＯＳ１１から
の入力パラメータは最後のファイル・バージョン番号の
識別を含む。このバージョン番号はデータ領域２９に記
憶されているものとして最後に発見されたファイル・バ
ージョン番号に対応するファイル・ディレクトリ記述１
１０のトラック及びセクタ・アドレスとともに発見され
る。バージョン番号は最初即ち最も早く記録したファイ
ル・バージョンに対する番号１から始まる。この最初の
バージョンは次のバージョン探索がアクティベートされ
た時に発見される。マシン動作２１３を行うホスト・プ
ロセッサ１０は先ずファイル・バージョン記述１１０を
含むディレクトリ・セグメントを探知する（ディレクト
リの古いバージョンはファイルが更新された時に消去も
しくは不使用マークがつけられていることを想起された
い）。次にすべてのファイル・バージョンよりも１少な
いファイル・バージョンを見出す。この次のファイル・
バージョン番号（たとえば次に古いファイル・バージョ
ン）に対応するフィールド１１１−１１７（第４図）中
のファイル・バージョン記述の情報内容がホスト・プロ
セッサ１０（主メモリ）に供給される。もし最後に処理
した、即ち最後に発見したファイル・バージョンがファ
イル名を記述するディレクトリ・セグメント中の最後の
ものである時は、この情報がホスト・プロセッサ１０に
戻される。このような情報の走査と供給は実施が比較的
簡単なマシン動作であるので、さらに詳細は説明しな
い。ディレクトリ探索動作２０２は直接ＤＯＳ１１から
もアクチベートできる。
次に第８図を参照するに、ホスト・プロセッサ１０によ
って開始されたディレクトリ２８を更新するためのマシ
ン動作が簡単な形で示されている。これ等のマシン動作
は新らしいディレクトリ・セグメント５８の情報、新ら
しいディレクトリ・ヘッダ５０の情報を発生する。サブ
ディレクトリ配列では、ヘッダ及びセグメントは更新文
字及びエクステントに依存して、ルートもしくはサブデ
ィレクトリ・レベルでもしくは複数のディレクトリ・レ
ベルのために発生される。次に更新情報はディスク２０
のディレクトリ領域２８に記録される。ファイルが更新
される度に、種々のバージョンのバージョン番号はすべ
て更新され、現在即ち最後に記録されたバージョンが最
上位のバージョン番号Ｎにされる。
って開始されたディレクトリ２８を更新するためのマシ
ン動作が簡単な形で示されている。これ等のマシン動作
は新らしいディレクトリ・セグメント５８の情報、新ら
しいディレクトリ・ヘッダ５０の情報を発生する。サブ
ディレクトリ配列では、ヘッダ及びセグメントは更新文
字及びエクステントに依存して、ルートもしくはサブデ
ィレクトリ・レベルでもしくは複数のディレクトリ・レ
ベルのために発生される。次に更新情報はディスク２０
のディレクトリ領域２８に記録される。ファイルが更新
される度に、種々のバージョンのバージョン番号はすべ
て更新され、現在即ち最後に記録されたバージョンが最
上位のバージョン番号Ｎにされる。
たとえばディレクトリ・セグメントを充墳して新らしい
サブディレクトリを形成し、ルート・ディレクトリ・セ
グメントの更新が必要になった場合のように更新される
サブディレクトリも上位レベルのディレクトリが必要に
なった時は、このことがホスト・プロセッサのＤＯＳに
知らされ、ＤＯＳはその上位のディレクトリ２８のレベ
ルも更新する。更新動作２２０からの可能な応答の１つ
はディレクトリ構造の使用可能部分がなくなることによ
る、ディスク２０の完全な充填である。
サブディレクトリを形成し、ルート・ディレクトリ・セ
グメントの更新が必要になった場合のように更新される
サブディレクトリも上位レベルのディレクトリが必要に
なった時は、このことがホスト・プロセッサのＤＯＳに
知らされ、ＤＯＳはその上位のディレクトリ２８のレベ
ルも更新する。更新動作２２０からの可能な応答の１つ
はディレクトリ構造の使用可能部分がなくなることによ
る、ディスク２０の完全な充填である。
ディレクトリ更新２２０のＤＯＳ１１による活動化はい
くつかの活動化時点の任意の１つで生ずる。呼び出し２
２１では、マシン動作２２２が活動化され、いわゆるヘ
ッダ・スロット（スロットとはヘッダを記憶できるデー
タ・メモリ領域、即ちディスク２０の１もしくはそれ以
上のセクタのことである）が活動化される。このマシン
動作の組はディレクトリ２８を更新するための情報を受
取るためのディレクトリ領域２８内の空きセクタを探知
する。適切なディレクトリもしくはサブディレクトリの
ための新らしいディレクトリ・ヘッダ項目５３、７２が
ホスト・プロセッサ１０によって構成される。新らしい
ヘッダ５３もしくは７２（第１図）はファイル名に関連
する前のヘッダを消去する。
くつかの活動化時点の任意の１つで生ずる。呼び出し２
２１では、マシン動作２２２が活動化され、いわゆるヘ
ッダ・スロット（スロットとはヘッダを記憶できるデー
タ・メモリ領域、即ちディスク２０の１もしくはそれ以
上のセクタのことである）が活動化される。このマシン
動作の組はディレクトリ２８を更新するための情報を受
取るためのディレクトリ領域２８内の空きセクタを探知
する。適切なディレクトリもしくはサブディレクトリの
ための新らしいディレクトリ・ヘッダ項目５３、７２が
ホスト・プロセッサ１０によって構成される。新らしい
ヘッダ５３もしくは７２（第１図）はファイル名に関連
する前のヘッダを消去する。
マシン動作２２２の最初の段階は識別されたヘッダ制御
ブロック５０がなお追加のヘッダ５３、７２を受取るた
めの空きセクタを有するかどうかを判断する。この動作
はトラック・スロット発見２２３マシン動作によって読
取り動作２２５を介し適切なディレクトリ・ヘッダをア
ドレスすることによって達成される。これ等の動作は
（上述のように）適切なトラック・アドレスを識別し、
ヘッダに割当てられたトラックを走査することを含む。
もしヘッダに割当てられたトラックに空きのセクタがな
い時は、ディレクトリ・ヘッダのための新しいトラック
が割当てられる。この割当てによって、追加のヘッダ制
御ブロック５０が同一のディレクトリ、即ちルート・デ
ィレクトリもしくは識別されるサブディレクトリ内に形
成される。走査は空きのセクタが発見される迄ディスク
２０の相継ぐセクタを読取る。もし空きセクタが見出さ
れると、マシン動作はセグメント・スロット発見動作２
２４をアクチベートして、既に走査したディレクトリ・
ヘッダに関連してアドレスされたディレクトリ・セグメ
ント中の空きのセクタを見出す。空きのセグメント・セ
クタが識別されると、２つのトラック及びセクタ・アド
レスがホスト・プロセッサ１０のＤＯＳ１１に戻され
る。ディスク２０のこれ等の走査は読取り２２５によっ
て表わされたマシン動作によって具体化される一旦ディ
レクトリ情報がホスト・プロセッサ１０のＤＯＳに戻さ
れると、ＳＥＧ ＦＵＬＬステップ２３０で、ホスト・
プロセッサ１０は走査したディレクトリ・セグメントが
充墳されているかどうか（マシン動作２２５からの空き
のヘッダ・スロットを含む）を判断し、充墳していなけ
れば、ステップ２３１でホスト・プロセッサ１０はヘッ
ダ及びセグメントの両方についてディスク２０の識別さ
れた空きのセクタ中にディレクトリ情報を記録する。戻
り点２３２でＤＯＳ１１への戻りが生ずる。しかしなが
ら（１）現ディレクトリ・ヘッダに割当てられたトラッ
クに空きセクタがないか、（２）ディレクトリ・セグメ
ントに割当てられたトラック中に空セクタがない場合に
は、マシン動作２３３で、ホスト・プロセッサ１０はヘ
ッダ制御ブロック５０もしくは７１中に新しいヘッダを
形成し、新しいヘッダによって識別されるべきディレク
トリ・セグメントのために２つの追加トラックを割当て
る。これ等の動作は第５図のステップ１４０に関して説
明したルート・ディレクトリ・セグメント及びステップ
１４１に関して説明されたディレクトリ・ヘッダの最初
の形成と略同じである。セグメントが充墳されていて
（割当てられた２つのトラック中のすべてのセクタが使
用されている）このセグメントを定義するヘツダが充墳
されていない時、新しいセグメントのための２トラック
だけが割当てられる。割当て及びフォーマット化動作２
３４は新ヘッダ要素２３３によって活動化される。これ
等の動作は（現在のヘッダ制御ブロック中に利用可能な
らば）ディスク２０上に新らしいヘッダ制御ブロックを
受取るためのトラックもしくはセクタを割当てる。フォ
ーマット化動作は割当ての後に生じ、第４図に示したデ
ータ構造の発生より成る。このようなフォーマット化は
プログラミングの分野で知られていることである。割当
て及びフォーマット化動作２３４の後に、書込み動作２
３１が丁度フォーマット化されたヘッダをディスク２０
上に記録する。次にＤＯＳ１１への戻りが戻り点２３２
で行われる。ＤＯＳ１１は又エントリ２４０でアクチベ
ートされて空きのエントリ（エントリという用語はディ
スク２０の空きのセクタのことである）を見出すといっ
たマシン動作２２０のディレクトリ更新の組の他の部分
をアクチベートすることができる。空き項目発見マシン
動作２４１はディレクトリ階層の探索を生ずる。即ち探
索はルート・ディレクトリだけでなく一連のサブディレ
クトリについて行われる。探索されるディレクトリの識
別はＯＤＤＣＢ１２８中の経路ＨＤＲＳフィールド１９
０で行われる。これ等のマシン動作の結果、ヘッダもし
くはセグメントもしくはアンカーを受取るためのディス
ク２０上に利用可能なセクタのトラック及びセクタ・ア
ドレスが戻される。
ブロック５０がなお追加のヘッダ５３、７２を受取るた
めの空きセクタを有するかどうかを判断する。この動作
はトラック・スロット発見２２３マシン動作によって読
取り動作２２５を介し適切なディレクトリ・ヘッダをア
ドレスすることによって達成される。これ等の動作は
（上述のように）適切なトラック・アドレスを識別し、
ヘッダに割当てられたトラックを走査することを含む。
もしヘッダに割当てられたトラックに空きのセクタがな
い時は、ディレクトリ・ヘッダのための新しいトラック
が割当てられる。この割当てによって、追加のヘッダ制
御ブロック５０が同一のディレクトリ、即ちルート・デ
ィレクトリもしくは識別されるサブディレクトリ内に形
成される。走査は空きのセクタが発見される迄ディスク
２０の相継ぐセクタを読取る。もし空きセクタが見出さ
れると、マシン動作はセグメント・スロット発見動作２
２４をアクチベートして、既に走査したディレクトリ・
ヘッダに関連してアドレスされたディレクトリ・セグメ
ント中の空きのセクタを見出す。空きのセグメント・セ
クタが識別されると、２つのトラック及びセクタ・アド
レスがホスト・プロセッサ１０のＤＯＳ１１に戻され
る。ディスク２０のこれ等の走査は読取り２２５によっ
て表わされたマシン動作によって具体化される一旦ディ
レクトリ情報がホスト・プロセッサ１０のＤＯＳに戻さ
れると、ＳＥＧ ＦＵＬＬステップ２３０で、ホスト・
プロセッサ１０は走査したディレクトリ・セグメントが
充墳されているかどうか（マシン動作２２５からの空き
のヘッダ・スロットを含む）を判断し、充墳していなけ
れば、ステップ２３１でホスト・プロセッサ１０はヘッ
ダ及びセグメントの両方についてディスク２０の識別さ
れた空きのセクタ中にディレクトリ情報を記録する。戻
り点２３２でＤＯＳ１１への戻りが生ずる。しかしなが
ら（１）現ディレクトリ・ヘッダに割当てられたトラッ
クに空きセクタがないか、（２）ディレクトリ・セグメ
ントに割当てられたトラック中に空セクタがない場合に
は、マシン動作２３３で、ホスト・プロセッサ１０はヘ
ッダ制御ブロック５０もしくは７１中に新しいヘッダを
形成し、新しいヘッダによって識別されるべきディレク
トリ・セグメントのために２つの追加トラックを割当て
る。これ等の動作は第５図のステップ１４０に関して説
明したルート・ディレクトリ・セグメント及びステップ
１４１に関して説明されたディレクトリ・ヘッダの最初
の形成と略同じである。セグメントが充墳されていて
（割当てられた２つのトラック中のすべてのセクタが使
用されている）このセグメントを定義するヘツダが充墳
されていない時、新しいセグメントのための２トラック
だけが割当てられる。割当て及びフォーマット化動作２
３４は新ヘッダ要素２３３によって活動化される。これ
等の動作は（現在のヘッダ制御ブロック中に利用可能な
らば）ディスク２０上に新らしいヘッダ制御ブロックを
受取るためのトラックもしくはセクタを割当てる。フォ
ーマット化動作は割当ての後に生じ、第４図に示したデ
ータ構造の発生より成る。このようなフォーマット化は
プログラミングの分野で知られていることである。割当
て及びフォーマット化動作２３４の後に、書込み動作２
３１が丁度フォーマット化されたヘッダをディスク２０
上に記録する。次にＤＯＳ１１への戻りが戻り点２３２
で行われる。ＤＯＳ１１は又エントリ２４０でアクチベ
ートされて空きのエントリ（エントリという用語はディ
スク２０の空きのセクタのことである）を見出すといっ
たマシン動作２２０のディレクトリ更新の組の他の部分
をアクチベートすることができる。空き項目発見マシン
動作２４１はディレクトリ階層の探索を生ずる。即ち探
索はルート・ディレクトリだけでなく一連のサブディレ
クトリについて行われる。探索されるディレクトリの識
別はＯＤＤＣＢ１２８中の経路ＨＤＲＳフィールド１９
０で行われる。これ等のマシン動作の結果、ヘッダもし
くはセグメントもしくはアンカーを受取るためのディス
ク２０上に利用可能なセクタのトラック及びセクタ・ア
ドレスが戻される。
動作２４１による空きのディレクトリ項目の発見の場合
には、先ず呼び出し２４２を使用して、ヘッダ・スロッ
ト検出動作２２２を活動化して空きのセクタ（スロット
と同義語）を見出す。ヘッダ・スロット検出モジュール
２２２がヘッダ制御ブロック５３、７２中に空きセクタ
の識別を戻す時、マシン動作空き項目検出２４１は識別
トラック及びセクタ・アドレスをＤＯＳ１１に戻す。ヘ
ッダ・スロット検出２２２の戻りはディレクトリ構成の
上位レベルを識別して、上位レベル・ディレクトリの更
新に加えて、ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５も
しくはアンカー・ベース４０を更新することを要求す
る。この動作は新らしいヘッダ要素のマシン動作２３３
が実行される場合実行される。この場合は、空き項目モ
ジュール２４１を検出するために、ヘッダ・スロット検
出モジュール２２２によって戻される空きセクタ及びト
ラック・アドレスは空き項目検出２４１を生じ、ホスト
・プロセッサ１０がアンカー更新動作２４３を活動化す
る。ホスト・プロセッサ１０はアンカー更新動作２４３
によって、双頭の矢印線２４４によって示したようにト
ラック・スロット検出動作２２３を活動化し、最後に識
別した、即ち現ディレクトリ・アンカー・セグメント４
５中に使用可能な空きセクタが存在するかどうかが判断
される。もし使用可能な空きセクタが存在するときは、
アンカー更新動作２４３がホスト・プロセッサ１０をイ
ネーブルして、書込み動作２４５を活動化し、検出動作
で識別したトラック及びセクタ番号を割当てられたばか
りのディレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラック
のセクタ中に記録する。そうでない時は、新らしいディ
レクトリ・アンカー・ポインタを形成して、第５図のス
テップ１４３に関して説明した動作が実行され、アンカ
ー更新動作２４３及びディスク２０上にディレクトリ情
報を記録するための書込み動作２４５によってアンカー
・ポインタが新らしく形成されたディレクトリ・アンカ
ー・ポインタ・セグメント４５に書込まれる。動作２２
２が戻すトラック及びセクタ・アドレスは次に新らしい
ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５に丁度割当られ
たトラックに記録される。もし上述の次の上位レベルの
ディレクトリ更新が必要ならば、この更新を行って下位
のディレクトリ項目のための新しいセクタ及びトラック
・アドレスを反映させなければならない。この結果を達
成するために、空きエントリ検出２４１がホスト・プロ
セッサ１０をイネーブルしてＤＩＲ（ディレクトリ）エ
ントリ更新動作２４６を呼び出される。動作２４６への
数回の呼び出しが、階層ディレクトリの各レベルについ
て１回なされる。
には、先ず呼び出し２４２を使用して、ヘッダ・スロッ
ト検出動作２２２を活動化して空きのセクタ（スロット
と同義語）を見出す。ヘッダ・スロット検出モジュール
２２２がヘッダ制御ブロック５３、７２中に空きセクタ
の識別を戻す時、マシン動作空き項目検出２４１は識別
トラック及びセクタ・アドレスをＤＯＳ１１に戻す。ヘ
ッダ・スロット検出２２２の戻りはディレクトリ構成の
上位レベルを識別して、上位レベル・ディレクトリの更
新に加えて、ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５も
しくはアンカー・ベース４０を更新することを要求す
る。この動作は新らしいヘッダ要素のマシン動作２３３
が実行される場合実行される。この場合は、空き項目モ
ジュール２４１を検出するために、ヘッダ・スロット検
出モジュール２２２によって戻される空きセクタ及びト
ラック・アドレスは空き項目検出２４１を生じ、ホスト
・プロセッサ１０がアンカー更新動作２４３を活動化す
る。ホスト・プロセッサ１０はアンカー更新動作２４３
によって、双頭の矢印線２４４によって示したようにト
ラック・スロット検出動作２２３を活動化し、最後に識
別した、即ち現ディレクトリ・アンカー・セグメント４
５中に使用可能な空きセクタが存在するかどうかが判断
される。もし使用可能な空きセクタが存在するときは、
アンカー更新動作２４３がホスト・プロセッサ１０をイ
ネーブルして、書込み動作２４５を活動化し、検出動作
で識別したトラック及びセクタ番号を割当てられたばか
りのディレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラック
のセクタ中に記録する。そうでない時は、新らしいディ
レクトリ・アンカー・ポインタを形成して、第５図のス
テップ１４３に関して説明した動作が実行され、アンカ
ー更新動作２４３及びディスク２０上にディレクトリ情
報を記録するための書込み動作２４５によってアンカー
・ポインタが新らしく形成されたディレクトリ・アンカ
ー・ポインタ・セグメント４５に書込まれる。動作２２
２が戻すトラック及びセクタ・アドレスは次に新らしい
ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５に丁度割当られ
たトラックに記録される。もし上述の次の上位レベルの
ディレクトリ更新が必要ならば、この更新を行って下位
のディレクトリ項目のための新しいセクタ及びトラック
・アドレスを反映させなければならない。この結果を達
成するために、空きエントリ検出２４１がホスト・プロ
セッサ１０をイネーブルしてＤＩＲ（ディレクトリ）エ
ントリ更新動作２４６を呼び出される。動作２４６への
数回の呼び出しが、階層ディレクトリの各レベルについ
て１回なされる。
ディレクトリ項目更新動作２４６はホスト・プロセッサ
１０のＤＯＳをイネーブル１、ディレクトリ項目（セグ
メント、ヘッダもしくはアンカー）をホスト・プロセッ
サ１０の主メモリから探索して、項目を更新し、項目を
指定されたディスク２０のアドレスに書込む。先ず、デ
ィレクトリ探索動作２４７（この動作２４７は第７図の
ディレクトリ探索動作２０２と同じである）がディレク
トリ・エントリ更新動作を呼び出す。ディレクトリ探索
の完了によって、読取り動作２４８が識別されたディレ
クトリ・セクタ（ヘッダ、セグメントもしくはアンカー
のための）をＤＩＲ項目更新動作２４６に戻す。第１表
に関して説明されたエクステント・データはこの更新を
反映するためにすべてのバージョン番号を調節して更新
される。新しいエクステント・データが読取られたばか
りの項目に加えられ、更新ディレクトリ項目（ヘッダ及
びセグメント）が形成される。次に更新された項目はヘ
ッダ・スロット検出動作２２２及び空き項目動作２４１
によって識別されたばかりの、ディスク２０のトラック
及びセクタ・アドレスに書込まれる。更新ディレクトリ
の項目を、動作２４７における探索の結果、その新しい
トラック及びセクタに書込んだ後、古いディレクトリ項
目はディレクトリ項目更新動作２４６によって消去され
る。このようにして、すべての前のファイルもしくはサ
ブディレクトリ・バージョン及び現在のバージョンはそ
のファイルのための最後の更新ディレクトリ項目中で識
別される。この型の更新によって、ディスク２０上にフ
ァイルの保管についての単一のあいまいでない記述が残
され、同時に、ディスク２０のディレクトリ領域２８の
ディレクトリ探索時間がかなり減少する。
１０のＤＯＳをイネーブル１、ディレクトリ項目（セグ
メント、ヘッダもしくはアンカー）をホスト・プロセッ
サ１０の主メモリから探索して、項目を更新し、項目を
指定されたディスク２０のアドレスに書込む。先ず、デ
ィレクトリ探索動作２４７（この動作２４７は第７図の
ディレクトリ探索動作２０２と同じである）がディレク
トリ・エントリ更新動作を呼び出す。ディレクトリ探索
の完了によって、読取り動作２４８が識別されたディレ
クトリ・セクタ（ヘッダ、セグメントもしくはアンカー
のための）をＤＩＲ項目更新動作２４６に戻す。第１表
に関して説明されたエクステント・データはこの更新を
反映するためにすべてのバージョン番号を調節して更新
される。新しいエクステント・データが読取られたばか
りの項目に加えられ、更新ディレクトリ項目（ヘッダ及
びセグメント）が形成される。次に更新された項目はヘ
ッダ・スロット検出動作２２２及び空き項目動作２４１
によって識別されたばかりの、ディスク２０のトラック
及びセクタ・アドレスに書込まれる。更新ディレクトリ
の項目を、動作２４７における探索の結果、その新しい
トラック及びセクタに書込んだ後、古いディレクトリ項
目はディレクトリ項目更新動作２４６によって消去され
る。このようにして、すべての前のファイルもしくはサ
ブディレクトリ・バージョン及び現在のバージョンはそ
のファイルのための最後の更新ディレクトリ項目中で識
別される。この型の更新によって、ディスク２０上にフ
ァイルの保管についての単一のあいまいでない記述が残
され、同時に、ディスク２０のディレクトリ領域２８の
ディレクトリ探索時間がかなり減少する。
ディレクトリのエクステント記述の更新のために、ＤＯ
Ｓ１１はＤＩＲ（ディレクトリ）エクステント更新動作
２５５を呼び出して、現在オープンしている、即ちホス
ト・プロセッサ１０によって現在働きかけられている特
定のファイル（ＦＥＭＣＢ１５５のオープン１６５及び
ＯＤＤＣＢ１２８のオープン１８６は非０である）のた
めのエクステント・マップの更新を遂行する。第１表に
示された更新エクステント情報はたとえば、ホスト・プ
ロセッサ１０の主メモリ内に保持される。ホスト・プロ
セッサ１０により新らしいエクステントが形成される度
に、データ記録領域２９中の記録データ、ＦＥＭＣＢ１
５５（第６図）が更新される。ＦＥＭＣＢの更新はユー
ザ・データ領域２９の書込みの完了によって生ずる。Ｄ
ＯＳ１１はエクステントの更新の各々について、トラッ
ク及びセクタ・アドレスの入力パラメータ・データを使
用する。ＦＥＭＣＢ１５５は第１表にも示されているよ
うに実際のトラック及びセクタ・アドレスに基づく絶対
セクタ及びトラック・アドレスを含まず、ディスクの始
まりからの論理セクタの相対番号を含んでいる。更新さ
れたＦＥＭＣＢ１５５は書込みオープン後、即ちＤＯＳ
１１によってファイルが開かれ、データが開かれたファ
イルに書込まれた後、ファイルがクローズされる度にデ
ィレクトリ領域に記録される。たとえば、処理中のファ
イルに３つの書込みオープンがある時は、書込みオープ
ンがクローズする度に、これ等の更新は別個に識別され
るので、ファイルの３つの新しいバージョンが形成され
る。このバージョン制御はデータの統合のために使用で
きる。
Ｓ１１はＤＩＲ（ディレクトリ）エクステント更新動作
２５５を呼び出して、現在オープンしている、即ちホス
ト・プロセッサ１０によって現在働きかけられている特
定のファイル（ＦＥＭＣＢ１５５のオープン１６５及び
ＯＤＤＣＢ１２８のオープン１８６は非０である）のた
めのエクステント・マップの更新を遂行する。第１表に
示された更新エクステント情報はたとえば、ホスト・プ
ロセッサ１０の主メモリ内に保持される。ホスト・プロ
セッサ１０により新らしいエクステントが形成される度
に、データ記録領域２９中の記録データ、ＦＥＭＣＢ１
５５（第６図）が更新される。ＦＥＭＣＢの更新はユー
ザ・データ領域２９の書込みの完了によって生ずる。Ｄ
ＯＳ１１はエクステントの更新の各々について、トラッ
ク及びセクタ・アドレスの入力パラメータ・データを使
用する。ＦＥＭＣＢ１５５は第１表にも示されているよ
うに実際のトラック及びセクタ・アドレスに基づく絶対
セクタ及びトラック・アドレスを含まず、ディスクの始
まりからの論理セクタの相対番号を含んでいる。更新さ
れたＦＥＭＣＢ１５５は書込みオープン後、即ちＤＯＳ
１１によってファイルが開かれ、データが開かれたファ
イルに書込まれた後、ファイルがクローズされる度にデ
ィレクトリ領域に記録される。たとえば、処理中のファ
イルに３つの書込みオープンがある時は、書込みオープ
ンがクローズする度に、これ等の更新は別個に識別され
るので、ファイルの３つの新しいバージョンが形成され
る。このバージョン制御はデータの統合のために使用で
きる。
ディレクトリ更新過程は先ずオープン・ファイルを求め
てＦＥＭＣＢ１５５を検出する。各オープン・ファイル
はホスト・プロセッサ１０内で構成され、主メモリ中に
記憶されたそれ自身の別個のＦＥＭＣＢを有する。次
に、ＤＯＳ１１は新らしいエクステント及び古いエクス
テントのためのアドレスを供給し、論理アドレスが計算
し直される。オープン・ファイルの開始からの論理（相
対）セクタ番号は相対トラック番号と論理トラック中の
セクタ番号の積によって決定される。従って古いＦＥＭ
ＣＢ中に使用される論理セクタ番号は更新ＦＥＭＣＢ中
のセクタ番号とは異なる。これ等の計算はともに、ファ
イル開始から始まる相対セクタ番号（論理）を生ずる。
このような更新されたデータをアクセスする時は、この
ような相対番号がディレクトリ２８のテーブル・ルック
アップによって絶対アドレスに変換される。ディレクト
リ２８はオープン・ファイルへの書込みが発生した時に
のみに、たとえデータ領域２９中にセクタ中の記録する
データ数が同一であっても生ずる。他のデータに置換る
新らしいデータアドレスは相対セクタ番号が変らない時
でも決定しなくてはならない。新らしい項目はエクステ
ント・マップ１１６、１１７（第４図）内のＦＥＭＣＢ
に加えられる。この新しい項目が必要な理由はオープン
・ファイルの更新バージョンを記憶するために使用され
るセクタ番号が変らない場合でも日付け及び時刻フィー
ルド１１３及びフィールド１１５は情報内容が変化する
からである。勿論、更新が多いと、追加のセクタが必要
になる。それは追加のレコードがファイルの一部として
記録されるからである。
てＦＥＭＣＢ１５５を検出する。各オープン・ファイル
はホスト・プロセッサ１０内で構成され、主メモリ中に
記憶されたそれ自身の別個のＦＥＭＣＢを有する。次
に、ＤＯＳ１１は新らしいエクステント及び古いエクス
テントのためのアドレスを供給し、論理アドレスが計算
し直される。オープン・ファイルの開始からの論理（相
対）セクタ番号は相対トラック番号と論理トラック中の
セクタ番号の積によって決定される。従って古いＦＥＭ
ＣＢ中に使用される論理セクタ番号は更新ＦＥＭＣＢ中
のセクタ番号とは異なる。これ等の計算はともに、ファ
イル開始から始まる相対セクタ番号（論理）を生ずる。
このような更新されたデータをアクセスする時は、この
ような相対番号がディレクトリ２８のテーブル・ルック
アップによって絶対アドレスに変換される。ディレクト
リ２８はオープン・ファイルへの書込みが発生した時に
のみに、たとえデータ領域２９中にセクタ中の記録する
データ数が同一であっても生ずる。他のデータに置換る
新らしいデータアドレスは相対セクタ番号が変らない時
でも決定しなくてはならない。新らしい項目はエクステ
ント・マップ１１６、１１７（第４図）内のＦＥＭＣＢ
に加えられる。この新しい項目が必要な理由はオープン
・ファイルの更新バージョンを記憶するために使用され
るセクタ番号が変らない場合でも日付け及び時刻フィー
ルド１１３及びフィールド１１５は情報内容が変化する
からである。勿論、更新が多いと、追加のセクタが必要
になる。それは追加のレコードがファイルの一部として
記録されるからである。
第１表に示したように、レコード３が更新された時に、
ファイル内のデータが置換されない時でも、相対的セク
タは依然変更される。たとえば第１表を参照するに、項
目１１７−１はレコード３を含むエクステント♯１を定
義している。更新されたファイル・バージョン中におい
ては、項目１１７−１はエクステント♯１Ｕを元の５つ
のセクタに対して１セクタを有するものとして定義して
いる。レコード３及び４のためのエクステント定義♯２
Ｕのための項目１１７−２は新らしい相対番号を有す
る。同じようにエクステントの定義♯３Ｕのための項目
１１７−３は新らしいバージョン中の新らしいエクステ
ントであり、それ自身の相対セクタ番号は２に等しい。
換言すると、相対セクタ番号を変更するための計算は、
新らしく置換されたデータのために形成される新らしい
エクステント即ち♯２Ｕを収容しなければならない。新
らしく形成されたエクステントに続くレコードのための
すべての相対セクタ番号は変更される。即ち、エクステ
ントの定義♯１を２つのエクステントに分割すると相対
セクタ番号２を有するレコード５で始まるエクステント
の定義♯３Ｕが形成され、他方エクステントの定義♯２
Ｕはユーザ・データ領域２９中に定義されたような相対
セクタ８、即ちファイル開始から８セクタを有する。同
じように、レコード１３と１４を追加すると、エクステ
ント定義２Ｕに続く、それ自身の相対セクタを有する新
らしいエクステント定義♯５Ｕが形成されるが、元のエ
クステント♯３の相対セクタ番号（相対セクタは５）は
同じ相対セクタを保持するが、エクステントの定義は♯
６Ｕになる。上述のすべてから、変化していないデータ
の中でインターリーブされるか更新されたデータのため
の相対セクタ番号はより大きな相対セクタ番号を形成す
ることが明らかである。それはこのようなデータはすべ
ての他のデータが領域２９中に記録された後に記録され
るからである。このデータの論理的位置はエクステント
・マップ中では同じ位置に留まり、エクステント・マッ
プ中の相対セクタがデータ領域２９中の相対的物理的位
置を示す。このような更新はホスト・プロセッサ１０内
でディスク２０上の領域２９中でレコードが更新される
毎に生ずる。
ファイル内のデータが置換されない時でも、相対的セク
タは依然変更される。たとえば第１表を参照するに、項
目１１７−１はレコード３を含むエクステント♯１を定
義している。更新されたファイル・バージョン中におい
ては、項目１１７−１はエクステント♯１Ｕを元の５つ
のセクタに対して１セクタを有するものとして定義して
いる。レコード３及び４のためのエクステント定義♯２
Ｕのための項目１１７−２は新らしい相対番号を有す
る。同じようにエクステントの定義♯３Ｕのための項目
１１７−３は新らしいバージョン中の新らしいエクステ
ントであり、それ自身の相対セクタ番号は２に等しい。
換言すると、相対セクタ番号を変更するための計算は、
新らしく置換されたデータのために形成される新らしい
エクステント即ち♯２Ｕを収容しなければならない。新
らしく形成されたエクステントに続くレコードのための
すべての相対セクタ番号は変更される。即ち、エクステ
ントの定義♯１を２つのエクステントに分割すると相対
セクタ番号２を有するレコード５で始まるエクステント
の定義♯３Ｕが形成され、他方エクステントの定義♯２
Ｕはユーザ・データ領域２９中に定義されたような相対
セクタ８、即ちファイル開始から８セクタを有する。同
じように、レコード１３と１４を追加すると、エクステ
ント定義２Ｕに続く、それ自身の相対セクタを有する新
らしいエクステント定義♯５Ｕが形成されるが、元のエ
クステント♯３の相対セクタ番号（相対セクタは５）は
同じ相対セクタを保持するが、エクステントの定義は♯
６Ｕになる。上述のすべてから、変化していないデータ
の中でインターリーブされるか更新されたデータのため
の相対セクタ番号はより大きな相対セクタ番号を形成す
ることが明らかである。それはこのようなデータはすべ
ての他のデータが領域２９中に記録された後に記録され
るからである。このデータの論理的位置はエクステント
・マップ中では同じ位置に留まり、エクステント・マッ
プ中の相対セクタがデータ領域２９中の相対的物理的位
置を示す。このような更新はホスト・プロセッサ１０内
でディスク２０上の領域２９中でレコードが更新される
毎に生ずる。
ＤＯＳ１１は導入点２６１を介して形成インデックス動
作２６０を直接呼び出し、セグメント５８、７４を走査
し、ファイル名を取出し、ヘッダ５０、７２（第４図）
のためのインデックス５４を形成できる。ホスト・プロ
セッサ１０は新しいヘッダ制御ブロック５０、７２が形
成されるべき時、即ち前のヘッダ制御ブロックが現在充
墳している時にはいつでもインデックスを形成する。こ
のインデックスは割当て及びフォーマット化動作２３４
がホスト・プロセッサ１０の主メモリのフォーマット領
域中に新らしいヘッダ制御ブロックを形成した後、ただ
し書込み動作２３１が付勢される前に形成される。ＤＯ
Ｓ１１は割当て及びフォーマット化動作２３４以外の呼
び出しを処理する。走査すべき完成したセグメント５８
のためのディスク２０上の割当てられたトラックはＤＯ
Ｓ１１によって識別される。共通ファイル・ヘッダ１０
０中のフィールドであるフレーム名及びファイル拡張名
１０３は読取り動作２６２によって前のヘッダ制御ブロ
ックのヘッダの各々から読取られる。充墳されたセグメ
ント５８の全トラックが走査される。セグメント５８に
割当てられたトラック中に項目が検出されないと、該当
なし表示が戻され、インデックスは形成されない。そう
でないと、インデックス項目は分類動作２６３（ＤＯＳ
１１の分類モジュール）によって昇順に分類される。分
類後、キー８５が各共通ファイル・ヘッダから抽出さ
れ、第４図に示したように、新らしい領域５４中に加え
られる。次にＤＯＳ１１がディレクトリ・ヘッダをディ
スク２０上に書込む。
作２６０を直接呼び出し、セグメント５８、７４を走査
し、ファイル名を取出し、ヘッダ５０、７２（第４図）
のためのインデックス５４を形成できる。ホスト・プロ
セッサ１０は新しいヘッダ制御ブロック５０、７２が形
成されるべき時、即ち前のヘッダ制御ブロックが現在充
墳している時にはいつでもインデックスを形成する。こ
のインデックスは割当て及びフォーマット化動作２３４
がホスト・プロセッサ１０の主メモリのフォーマット領
域中に新らしいヘッダ制御ブロックを形成した後、ただ
し書込み動作２３１が付勢される前に形成される。ＤＯ
Ｓ１１は割当て及びフォーマット化動作２３４以外の呼
び出しを処理する。走査すべき完成したセグメント５８
のためのディスク２０上の割当てられたトラックはＤＯ
Ｓ１１によって識別される。共通ファイル・ヘッダ１０
０中のフィールドであるフレーム名及びファイル拡張名
１０３は読取り動作２６２によって前のヘッダ制御ブロ
ックのヘッダの各々から読取られる。充墳されたセグメ
ント５８の全トラックが走査される。セグメント５８に
割当てられたトラック中に項目が検出されないと、該当
なし表示が戻され、インデックスは形成されない。そう
でないと、インデックス項目は分類動作２６３（ＤＯＳ
１１の分類モジュール）によって昇順に分類される。分
類後、キー８５が各共通ファイル・ヘッダから抽出さ
れ、第４図に示したように、新らしい領域５４中に加え
られる。次にＤＯＳ１１がディレクトリ・ヘッダをディ
スク２０上に書込む。
ディスク２０上に記録されたデータをアクセスする時
は、処理されつつあるファイルのバージョン番号のため
のエクステント・マップ１１６、１１７（第４図）は相
対もくしは論理セクタ番号を実際のディスク２０のトラ
ック・アドレス及びセクタ・アドレスを示す数に変換し
なければならない。ＦＥＭＣＢ１２８中で、相対セクタ
番号（半径上一番外側の周囲及びセクタ、即ち周回０、
セクタ０に基づく）は相対セクタ番号を各トラック中の
セクタ数で除算することによってトラック・アドレス及
びセクタ・アドレスに変換される。余りは識別されたト
ラック中のセクタ番号を示し、商がトラック番号を示
す。
は、処理されつつあるファイルのバージョン番号のため
のエクステント・マップ１１６、１１７（第４図）は相
対もくしは論理セクタ番号を実際のディスク２０のトラ
ック・アドレス及びセクタ・アドレスを示す数に変換し
なければならない。ＦＥＭＣＢ１２８中で、相対セクタ
番号（半径上一番外側の周囲及びセクタ、即ち周回０、
セクタ０に基づく）は相対セクタ番号を各トラック中の
セクタ数で除算することによってトラック・アドレス及
びセクタ・アドレスに変換される。余りは識別されたト
ラック中のセクタ番号を示し、商がトラック番号を示
す。
セクタがトラックの位置に独立してアドレス可能な時、
即ちＮ＝トラック数×トラック当りのセクタ数としてセ
クタがＯからＮ迄の数で表わされる時は、論理セクタ番
号から実アドレスの変換は、一般的ディレクトリ・ヘッ
ダ９０のセクタ記憶フィールド９１のセクタ数を論理セ
クタ番号に加えることより成る。
即ちＮ＝トラック数×トラック当りのセクタ数としてセ
クタがＯからＮ迄の数で表わされる時は、論理セクタ番
号から実アドレスの変換は、一般的ディレクトリ・ヘッ
ダ９０のセクタ記憶フィールド９１のセクタ数を論理セ
クタ番号に加えることより成る。
第９図に示したスペース限界検出マシン動作はディレク
トリ領域及びユーザ・データ領域２８及び２９の半径上
の限界（末端）を決定する。このマシン動作の組はＯＤ
ＤＣＢ１２８のフィールド１８５及び１８７を夫々デー
タ及びディレクトリ記録のための最後のアドレスで更新
する。ディスク２０がドライブ１７上に取付けられる時
は、ホスト・プロセッサ１０はデータ及びディレクトリ
領域の半径上の極限の位置を知らない。ＯＤＤＣＢ１２
８には、第６図には示されていないが、空きスペース３
０中のセクタ数を示すフィールドが含まれている。この
フィールドは最初０にセットされ、最後のデータ・フィ
ールド１８５の内容はディスク２０が完全にデータで充
墳されていることを示す周回とセクタのアドレスにセッ
トされる。最後のディレクトリ・フィールド１８７はデ
ィスク２０がディレクトリ・データで充墳されたことを
示す０にセットされる。探索バラメータＪはディレクト
リ・セグメント５８の２つのトラックがディレクトリ領
域内の任意の３トラック内に検出されることを示す３ト
ラックを表わす３に等しく任意にセットされる。その理
由は、各２つのディレクトリ・セグメントに割当てられ
たトラックに対して、１つのディレクトリ・ヘッダ制御
ブロックに割当てられたトラックが存在するからであ
る。マシン動作は又各ディレクトリ・セクタのために割
当てられる３つのデータ・セクタが存在することを任意
に仮定している。探索中の可能な最小のトラック番号は
１でなければならず（トラック０はブーツ及び自己記述
制御データを含み、最上位の番号のトラックはＯＤＳＤ
ＣＢ３５に記憶されたトラック番号を含む）、アンカー
・ベース４０のトラック・アドレスから１を引いた値
（半径上一番外側の、アンカー・ベース４０に隣接する
トラック）を示す。呼び出しもしくは入力２７１でＤＯ
Ｓ１１は空間限界検出動作２７０を付勢し、上述のパラ
メータ内で以下に説明する機能を実行する。スペース限
界検出動作２７０によってホスト・プロセッサ１０は読
取り動作２７２をアクティベートし、ディスク２０の記
録領域の半径上一番中心のトラックを読取る。これは上
限と呼ばれる。各ディレクトリ・セクタには３つのデー
タ・セクタがあると仮定している。トラック・アドレス
のための最初のテスト値は下限及び上限の和の３／４、
即ち半径上一番奥のトラックに向う半径距離の３／４に
設定される。次にこのテスト・トラックが読取り動作２
７２によって読取られる。読取ったデータがディレクト
リ項目であることがわかると、主メモリのＯＤＤＣＢ１
２８のフィールド１８５に記憶データ領域２９のための
上限トラック値がテスト・トラック・アドレスに調節さ
れる。次に読取られる、次のテスト・トラックはデータ
領域の上限と下限の和を２で割ったアドレスを有する。
この手順を繰返して最後にディレクトリ・セグメントの
半径上の限度及びディレクトリ領域の限度が検出され
る。読取ったデータがディレクトリ・セグメントが存在
しない時には、即ちユーザのデータである時には、次の
テスト・トラックの半径位置は丁度読取ったトラック・
アドレス（ディレクトリ領域の新しい下限）と上位の境
界アドレスの和の１／２になる。次にこの処理を丁度テ
ストしたトラックと下限もしくは上限に不等関係が存在
する限り、等しくなって空きの空間が存在しないこと
（ディスク２０が充満）が示される迄指示される。
トリ領域及びユーザ・データ領域２８及び２９の半径上
の限界（末端）を決定する。このマシン動作の組はＯＤ
ＤＣＢ１２８のフィールド１８５及び１８７を夫々デー
タ及びディレクトリ記録のための最後のアドレスで更新
する。ディスク２０がドライブ１７上に取付けられる時
は、ホスト・プロセッサ１０はデータ及びディレクトリ
領域の半径上の極限の位置を知らない。ＯＤＤＣＢ１２
８には、第６図には示されていないが、空きスペース３
０中のセクタ数を示すフィールドが含まれている。この
フィールドは最初０にセットされ、最後のデータ・フィ
ールド１８５の内容はディスク２０が完全にデータで充
墳されていることを示す周回とセクタのアドレスにセッ
トされる。最後のディレクトリ・フィールド１８７はデ
ィスク２０がディレクトリ・データで充墳されたことを
示す０にセットされる。探索バラメータＪはディレクト
リ・セグメント５８の２つのトラックがディレクトリ領
域内の任意の３トラック内に検出されることを示す３ト
ラックを表わす３に等しく任意にセットされる。その理
由は、各２つのディレクトリ・セグメントに割当てられ
たトラックに対して、１つのディレクトリ・ヘッダ制御
ブロックに割当てられたトラックが存在するからであ
る。マシン動作は又各ディレクトリ・セクタのために割
当てられる３つのデータ・セクタが存在することを任意
に仮定している。探索中の可能な最小のトラック番号は
１でなければならず（トラック０はブーツ及び自己記述
制御データを含み、最上位の番号のトラックはＯＤＳＤ
ＣＢ３５に記憶されたトラック番号を含む）、アンカー
・ベース４０のトラック・アドレスから１を引いた値
（半径上一番外側の、アンカー・ベース４０に隣接する
トラック）を示す。呼び出しもしくは入力２７１でＤＯ
Ｓ１１は空間限界検出動作２７０を付勢し、上述のパラ
メータ内で以下に説明する機能を実行する。スペース限
界検出動作２７０によってホスト・プロセッサ１０は読
取り動作２７２をアクティベートし、ディスク２０の記
録領域の半径上一番中心のトラックを読取る。これは上
限と呼ばれる。各ディレクトリ・セクタには３つのデー
タ・セクタがあると仮定している。トラック・アドレス
のための最初のテスト値は下限及び上限の和の３／４、
即ち半径上一番奥のトラックに向う半径距離の３／４に
設定される。次にこのテスト・トラックが読取り動作２
７２によって読取られる。読取ったデータがディレクト
リ項目であることがわかると、主メモリのＯＤＤＣＢ１
２８のフィールド１８５に記憶データ領域２９のための
上限トラック値がテスト・トラック・アドレスに調節さ
れる。次に読取られる、次のテスト・トラックはデータ
領域の上限と下限の和を２で割ったアドレスを有する。
この手順を繰返して最後にディレクトリ・セグメントの
半径上の限度及びディレクトリ領域の限度が検出され
る。読取ったデータがディレクトリ・セグメントが存在
しない時には、即ちユーザのデータである時には、次の
テスト・トラックの半径位置は丁度読取ったトラック・
アドレス（ディレクトリ領域の新しい下限）と上位の境
界アドレスの和の１／２になる。次にこの処理を丁度テ
ストしたトラックと下限もしくは上限に不等関係が存在
する限り、等しくなって空きの空間が存在しないこと
（ディスク２０が充満）が示される迄指示される。
しかしながら、半径上最も内側のトラックから３／４は
ディレクトリでなければならないと仮定しているので、
３つの半径上隣接するトラックが読取られ、ディレクト
リのセグメントを見出す試みがなされる。この調節はト
ラック・テスト・アドレスがデータ領域のアドレスにな
る迄続けられる。もしデータ領域が半径上内側に向って
３／４の点に延びていると、テストの結果は空白が戻っ
ている。即ちテスト・トラック中にはデータが存在せ
ず、又このようなテスト・トラック中にはディレクトリ
項目は存在しない。この場合上限は現トラック・アドレ
スから１を引いた値にセットされる。即ち、この半径上
次の外側のトラックはユーザ・データを含むことができ
る。ディレクトリのための半径上一番外側の限界は従っ
てテスト・トラックの半径上のアドレス＋１にセットさ
れる。即ち、次の半径上内側のトラックはディレクトリ
・セグメントを含み、空きの空間があることが示され
る。
ディレクトリでなければならないと仮定しているので、
３つの半径上隣接するトラックが読取られ、ディレクト
リのセグメントを見出す試みがなされる。この調節はト
ラック・テスト・アドレスがデータ領域のアドレスにな
る迄続けられる。もしデータ領域が半径上内側に向って
３／４の点に延びていると、テストの結果は空白が戻っ
ている。即ちテスト・トラック中にはデータが存在せ
ず、又このようなテスト・トラック中にはディレクトリ
項目は存在しない。この場合上限は現トラック・アドレ
スから１を引いた値にセットされる。即ち、この半径上
次の外側のトラックはユーザ・データを含むことができ
る。ディレクトリのための半径上一番外側の限界は従っ
てテスト・トラックの半径上のアドレス＋１にセットさ
れる。即ち、次の半径上内側のトラックはディレクトリ
・セグメントを含み、空きの空間があることが示され
る。
テスト中には消去セクタが生じ得る。従ってテスト値Ｊ
がリセットされ、ディレクトリ・セグメントを求める探
索が再び開始される。しかしながら、テスト、トラック
番号はディレクトリを見出すために１だけ増加される。
この時点で、動作２７０はホスト・プロセッサ１０によ
って限界探索動作２７３を付勢して、データ及びディレ
クトリ領域２９及び２８の限界を識別する。このモジュ
ールはホスト・プロセッサ１０をイネーブルしてディス
ク２０上の限界トラック及びセクタ番号を識別すること
ができる。このような限界は空間限界検出動作２７０に
よって計算される 上位及び下位の可能性のあるアドレ
ス値である。即ちあるデータ領域及びディレクトリ領域
は識別されるが、半径のエクステントは正確に知られて
いない。トラック・アドレス値は最後に固定された上限
及び下限の和の１／２にセットされる。もしこのテスト
・トラック・アドレス値が上位もしくは下位値のいずれ
かに等しい時は、半径上の限度の１つが識別される。次
に読取り動作２７２が付勢され、テスト・トラックが読
取られる。空セクタが発見されると、上限は丁度読取ら
れたトラック・アドレス値にセットされ、空白と呼ばれ
る値は空白セクタを有するトラック・アドレス値として
識別される。この過程は最下位のアドレスの空白セクタ
が検出されると、同じようにプロセスによって最上位の
即ち半径上の最奥の空白セクタが検出される。この場
合、空白が検出されると、テスト・トラックは非空白の
セクタが検出される迄、下位アドレス値にセットされ
る。従って、テストされたトラックのトラック・アドレ
スは半径の上限を示す。
がリセットされ、ディレクトリ・セグメントを求める探
索が再び開始される。しかしながら、テスト、トラック
番号はディレクトリを見出すために１だけ増加される。
この時点で、動作２７０はホスト・プロセッサ１０によ
って限界探索動作２７３を付勢して、データ及びディレ
クトリ領域２９及び２８の限界を識別する。このモジュ
ールはホスト・プロセッサ１０をイネーブルしてディス
ク２０上の限界トラック及びセクタ番号を識別すること
ができる。このような限界は空間限界検出動作２７０に
よって計算される 上位及び下位の可能性のあるアドレ
ス値である。即ちあるデータ領域及びディレクトリ領域
は識別されるが、半径のエクステントは正確に知られて
いない。トラック・アドレス値は最後に固定された上限
及び下限の和の１／２にセットされる。もしこのテスト
・トラック・アドレス値が上位もしくは下位値のいずれ
かに等しい時は、半径上の限度の１つが識別される。次
に読取り動作２７２が付勢され、テスト・トラックが読
取られる。空セクタが発見されると、上限は丁度読取ら
れたトラック・アドレス値にセットされ、空白と呼ばれ
る値は空白セクタを有するトラック・アドレス値として
識別される。この過程は最下位のアドレスの空白セクタ
が検出されると、同じようにプロセスによって最上位の
即ち半径上の最奥の空白セクタが検出される。この場
合、空白が検出されると、テスト・トラックは非空白の
セクタが検出される迄、下位アドレス値にセットされ
る。従って、テストされたトラックのトラック・アドレ
スは半径の上限を示す。
本発明の理解のために説明されたＤＯＳ中のプログラミ
ングに加えて、上述のＩＢＭの刊行物中に説明されてい
るＤＯＳ中に現在存在するプログラミングも含まれてい
ることを理解されたい。ＤＯＳの後の実施例もしくは同
じようにオペレーティング・システムの実施例では、プ
ログラミングによって実施される主々の機能及びマシン
動作が利用されることが予期される。本発明の範囲での
構成の多様性は明らかであろう。
ングに加えて、上述のＩＢＭの刊行物中に説明されてい
るＤＯＳ中に現在存在するプログラミングも含まれてい
ることを理解されたい。ＤＯＳの後の実施例もしくは同
じようにオペレーティング・システムの実施例では、プ
ログラミングによって実施される主々の機能及びマシン
動作が利用されることが予期される。本発明の範囲での
構成の多様性は明らかであろう。
Ｅ６媒体欠陥の処理 上述のディレクトリ及び記録方法を使用すると、ディス
ク上にデータもしくはディレクトリ情報を記録する間に
媒体欠陥を検出すると、媒体に決陥のあるセクタを無視
して、情報を次の使用可能なセクタに記録することがで
きる。この手続きの実際の効果はディスク２０上にスパ
イラル・トラックに沿う１つのセクタ位置分記録されつ
つあるデータもしくはディレクトリの末記録部を移動さ
せることである。ディレクトリは、あたかも欠陥セクタ
が全く存在しなかったように、ディレクトリ構造の欠陥
セクタが無視されるように形成される。この型の媒体欠
陥解消は上述の本発明のディレクトリ及びその拡散構造
で十分処理される。欠陥セクタに接して先行する連続セ
クタ中に記録されたデータは第１のエクステント中に含
まれる。欠陥セクタに続く（欠陥セクタはスキップされ
る）スパイラル・トラック中の記録の継続は連続したセ
クタの第２の独立したエクステントの開始を規定する。
この型の動作はデータが実際にディスク２０上に記録さ
れる時に、データのアドレスのディレクトリ調節変更を
必要とする。これは現在のディレクトリ構造の定義され
たデータ・エクステントの価値の一例である。
ク上にデータもしくはディレクトリ情報を記録する間に
媒体欠陥を検出すると、媒体に決陥のあるセクタを無視
して、情報を次の使用可能なセクタに記録することがで
きる。この手続きの実際の効果はディスク２０上にスパ
イラル・トラックに沿う１つのセクタ位置分記録されつ
つあるデータもしくはディレクトリの末記録部を移動さ
せることである。ディレクトリは、あたかも欠陥セクタ
が全く存在しなかったように、ディレクトリ構造の欠陥
セクタが無視されるように形成される。この型の媒体欠
陥解消は上述の本発明のディレクトリ及びその拡散構造
で十分処理される。欠陥セクタに接して先行する連続セ
クタ中に記録されたデータは第１のエクステント中に含
まれる。欠陥セクタに続く（欠陥セクタはスキップされ
る）スパイラル・トラック中の記録の継続は連続したセ
クタの第２の独立したエクステントの開始を規定する。
この型の動作はデータが実際にディスク２０上に記録さ
れる時に、データのアドレスのディレクトリ調節変更を
必要とする。これは現在のディレクトリ構造の定義され
たデータ・エクステントの価値の一例である。
本明細書で説明されるディスク媒体のユーザの一部はデ
ィスク上の物理セクタとこのような記憶データを使用し
て動作するように設計された計算機プログラムの論理ア
ドレシング構造との予じめ割当てられた関係を含むマス
タ・ディスクを持つことがある。このような場合は、上
述のような媒体欠陥調整は、記憶されたデータの物理ア
ドレスが変化して、計算機プログラムはもはやディスク
上に記憶されたデータを忠実にアクセスできなくなる点
で動作不可能になる。
ィスク上の物理セクタとこのような記憶データを使用し
て動作するように設計された計算機プログラムの論理ア
ドレシング構造との予じめ割当てられた関係を含むマス
タ・ディスクを持つことがある。このような場合は、上
述のような媒体欠陥調整は、記憶されたデータの物理ア
ドレスが変化して、計算機プログラムはもはやディスク
上に記憶されたデータを忠実にアクセスできなくなる点
で動作不可能になる。
従って本発明は単１の記録ディスク媒体上の媒体欠陥調
整の２つの代替手段を与える。説明の目的のために、上
記の計算機プログラムと物理ディスク位置との関連を含
むマスタ・ディスクは上述のディレクトリを使用するデ
ィスクの製造位置に与えられる。本発明により、ディス
ク２０の別個の部分がこのマスタ・ディスクのアドレッ
シングに基づく記録に割当てられ、取っておかれる。こ
のような配列は第１０図に示したディスク２０Ａ上に示
されている（Ａは代替ディスク配列を意味する）。任意
の選択事項として、マスタ・ディスクに割当てられてい
る記録データを記録するためにディスク２０Ａに割当て
られる部分はディスク２０のデータ記録領域２９（第２
図）の半径上一番外側の部分に取っておかれる。ディス
ク制御セクタ（２７）はＯＤＳＤＣＢ３６に、マスタ・
ディスク・データを含む周回数を含む。このようにし
て、ディスク２０を読取るコントローラ１５は先ずＯＤ
ＳＤＣＳ３６を読取る。ＯＤＳＤＣＳ３６のトラックも
しくは周回は他のトラックとは異なる媒体欠陥調整機構
を有する。即ちこの媒体欠陥調整は本発明によって与え
られる透過的な欠陥調整でなく、コントローラ１５及び
おそらくホスト・プロセッサ１０の介入を必要とする。
さらに説明を付け加えると、物理アドレスとマスタ・デ
ィスク（図示されず）のデータ内容間の関係を保持する
ためには媒体欠陥調整は一般的に今日の磁気ディスク記
録に使用している慣用に従う。即ちセクタの区分（消
去）が欠陥セクタに与えられ、代替データ・メモリ領域
にアドレス・ポインタが与えられる。しかしながら、全
セクタは記録不能であるので、欠陥セクタ中に必要なす
べてのことは、これが欠陥性であること、データがその
中に記録されていない事実を識別することである。
整の２つの代替手段を与える。説明の目的のために、上
記の計算機プログラムと物理ディスク位置との関連を含
むマスタ・ディスクは上述のディレクトリを使用するデ
ィスクの製造位置に与えられる。本発明により、ディス
ク２０の別個の部分がこのマスタ・ディスクのアドレッ
シングに基づく記録に割当てられ、取っておかれる。こ
のような配列は第１０図に示したディスク２０Ａ上に示
されている（Ａは代替ディスク配列を意味する）。任意
の選択事項として、マスタ・ディスクに割当てられてい
る記録データを記録するためにディスク２０Ａに割当て
られる部分はディスク２０のデータ記録領域２９（第２
図）の半径上一番外側の部分に取っておかれる。ディス
ク制御セクタ（２７）はＯＤＳＤＣＢ３６に、マスタ・
ディスク・データを含む周回数を含む。このようにし
て、ディスク２０を読取るコントローラ１５は先ずＯＤ
ＳＤＣＳ３６を読取る。ＯＤＳＤＣＳ３６のトラックも
しくは周回は他のトラックとは異なる媒体欠陥調整機構
を有する。即ちこの媒体欠陥調整は本発明によって与え
られる透過的な欠陥調整でなく、コントローラ１５及び
おそらくホスト・プロセッサ１０の介入を必要とする。
さらに説明を付け加えると、物理アドレスとマスタ・デ
ィスク（図示されず）のデータ内容間の関係を保持する
ためには媒体欠陥調整は一般的に今日の磁気ディスク記
録に使用している慣用に従う。即ちセクタの区分（消
去）が欠陥セクタに与えられ、代替データ・メモリ領域
にアドレス・ポインタが与えられる。しかしながら、全
セクタは記録不能であるので、欠陥セクタ中に必要なす
べてのことは、これが欠陥性であること、データがその
中に記録されていない事実を識別することである。
本発明によれば、ディスクの半径上一番奥の部分上、た
とえばディレクトリ２８の半径上の内部がマスタ・ディ
スクのデータをディスク上に記録する時に媒体の誤りを
調整するための代替データ・メモリ領域２８２である。
半径上最奥の周回２８０は磁気もしくは光学データ記録
で慣用されているようにガード帯トラックもしくは診断
トラックである。周回２８１はマスタ・ディスク・デー
タを記憶するデータ２０Ａの部分中の欠陥セクタによっ
て必要とされる代替記録領域へのインデックスを含む。
少数の複数の周回２８２が代替セクタ・データ・メモリ
領域を構成する。欠陥セクタの検出にもとづき、マスタ
・ディスクのデータをこのようなデータのための半径上
最奥に割当てられた領域に記録する時は、セクタ・アド
レスをスパイラル・トラックに沿って下方に押やるので
なく、欠陥セクタに割当てられたデータはマスタ・ディ
スクのデータをディスク２０に記録するのに使用したホ
スト・プロセッサ内の通常の方法を使用してソフトウェ
ア（図示もしくは説明されない）によって保持される。
記録が完了すると、ホスト・プロセッサは依然予じめ割
当てられたマスタ・ディスク・データ・メモリ領域中に
１乃至それ以上の欠陥セクタに記録が予定されているデ
ータを保持している。次に、第１０図に示されたフォー
マットを使用して、データを代替セクタ２８２に記録
し、このような代替記録データへのインデックスがセク
タ２８１中に設定される。セクタ２８１及びすべての他
のセクタ中の記録にはデータ・セクタ０において開始
し、必要に応じて、第１０図に示したようにデータ・セ
クタ２３向って反時計方向に進む。データ・セクタ０及
び表領域のセクタ２８１の他のデータ・セクタ内で、第
１のセクタ・バイト２８５は一定のデータ内容即ちＥ０
に等しい表示子を含む。セクタ２８１の次の下流のバイ
トは領域２８６中に記録されている通し番号ＳＮであ
る。表項目の組を含むセクタ２８１中の第１のセクタは
番号０で識別される。同じセクタ中の次のデータ・セク
タは通し番号１で示される（以下同様）セクタ２８１に
欠陥セクタが見出された場合には、このセクタは無視さ
れ、セクタ２８１中の次に使用可能なデータ・セクタが
欠陥のあるセクタのために元々意図されていた表データ
を記録するのに使用される。フィールド２８６中の通し
番号はこの代替データ・トラック表の部分を記憶するの
にどの物理データ・セクタが使用されるかにかかわらず
同じに保持される。バイト２８６に続くバイト群２８
７、２８８及び２８９等は夫々マスタ・データ記録領域
中の欠陥セクタのアドレスを含む。セクタ２８１を走査
して読取るホスト・プロセッサ１０は群２８７、２８８
等のうちどれが問題の欠陥セクタに関連するかを決定す
る。アドレス２８７、２８８の数等は複数のトラック２
８２に使用されるデータ・セクタ数に対応する。アドレ
ス２８７、２８８、２８９等にある欠陥領域アドレスの
論理位置は代りに記憶されようとしているデータを記憶
するトラック２８２中のセクタを指定するのに使用され
る。たとえば、（欠陥ポインタ０として識別される）、
アドレス２８７の数値の内容は欠陥デマーク・データ記
憶セクタを指定するが、セクタ２８１のデータ・セクタ
０中の物理的位置は領域２８２の半径上最も内側のセク
タのデータ・セクタ０を指定する。同じように、アドレ
ス２８８を構成する欠陥ポインタ番号１は領域２８２の
半径上最も内側のセクタ中のデータ・セクタ１を指定す
るようにして領域２８２中のセクタの全集合に及ぶ。代
替セクタ領域２８２に欠陥セクタが発見された時は、こ
の欠陥セクタに対応するアドレス領域はすべて２進１を
含み、論理的に関連する代替セクタが欠陥性があるこ
と、そして使用されていないことが示される。
とえばディレクトリ２８の半径上の内部がマスタ・ディ
スクのデータをディスク上に記録する時に媒体の誤りを
調整するための代替データ・メモリ領域２８２である。
半径上最奥の周回２８０は磁気もしくは光学データ記録
で慣用されているようにガード帯トラックもしくは診断
トラックである。周回２８１はマスタ・ディスク・デー
タを記憶するデータ２０Ａの部分中の欠陥セクタによっ
て必要とされる代替記録領域へのインデックスを含む。
少数の複数の周回２８２が代替セクタ・データ・メモリ
領域を構成する。欠陥セクタの検出にもとづき、マスタ
・ディスクのデータをこのようなデータのための半径上
最奥に割当てられた領域に記録する時は、セクタ・アド
レスをスパイラル・トラックに沿って下方に押やるので
なく、欠陥セクタに割当てられたデータはマスタ・ディ
スクのデータをディスク２０に記録するのに使用したホ
スト・プロセッサ内の通常の方法を使用してソフトウェ
ア（図示もしくは説明されない）によって保持される。
記録が完了すると、ホスト・プロセッサは依然予じめ割
当てられたマスタ・ディスク・データ・メモリ領域中に
１乃至それ以上の欠陥セクタに記録が予定されているデ
ータを保持している。次に、第１０図に示されたフォー
マットを使用して、データを代替セクタ２８２に記録
し、このような代替記録データへのインデックスがセク
タ２８１中に設定される。セクタ２８１及びすべての他
のセクタ中の記録にはデータ・セクタ０において開始
し、必要に応じて、第１０図に示したようにデータ・セ
クタ２３向って反時計方向に進む。データ・セクタ０及
び表領域のセクタ２８１の他のデータ・セクタ内で、第
１のセクタ・バイト２８５は一定のデータ内容即ちＥ０
に等しい表示子を含む。セクタ２８１の次の下流のバイ
トは領域２８６中に記録されている通し番号ＳＮであ
る。表項目の組を含むセクタ２８１中の第１のセクタは
番号０で識別される。同じセクタ中の次のデータ・セク
タは通し番号１で示される（以下同様）セクタ２８１に
欠陥セクタが見出された場合には、このセクタは無視さ
れ、セクタ２８１中の次に使用可能なデータ・セクタが
欠陥のあるセクタのために元々意図されていた表データ
を記録するのに使用される。フィールド２８６中の通し
番号はこの代替データ・トラック表の部分を記憶するの
にどの物理データ・セクタが使用されるかにかかわらず
同じに保持される。バイト２８６に続くバイト群２８
７、２８８及び２８９等は夫々マスタ・データ記録領域
中の欠陥セクタのアドレスを含む。セクタ２８１を走査
して読取るホスト・プロセッサ１０は群２８７、２８８
等のうちどれが問題の欠陥セクタに関連するかを決定す
る。アドレス２８７、２８８の数等は複数のトラック２
８２に使用されるデータ・セクタ数に対応する。アドレ
ス２８７、２８８、２８９等にある欠陥領域アドレスの
論理位置は代りに記憶されようとしているデータを記憶
するトラック２８２中のセクタを指定するのに使用され
る。たとえば、（欠陥ポインタ０として識別される）、
アドレス２８７の数値の内容は欠陥デマーク・データ記
憶セクタを指定するが、セクタ２８１のデータ・セクタ
０中の物理的位置は領域２８２の半径上最も内側のセク
タのデータ・セクタ０を指定する。同じように、アドレ
ス２８８を構成する欠陥ポインタ番号１は領域２８２の
半径上最も内側のセクタ中のデータ・セクタ１を指定す
るようにして領域２８２中のセクタの全集合に及ぶ。代
替セクタ領域２８２に欠陥セクタが発見された時は、こ
の欠陥セクタに対応するアドレス領域はすべて２進１を
含み、論理的に関連する代替セクタが欠陥性があるこ
と、そして使用されていないことが示される。
上述のすべてから、種々の代替セクタリング、従って種
々のアドレシング・アーキテクチュアを受入れる効率的
な手段が同一の記録媒体上に与えられることが明らかに
されるであろう。本発明により、マスタ・ディスク・デ
ータに割当てられているデータ領域２９は割当て可能な
データ領域の大部分を充満できる。即ちディレクトリ２
８は比較的小さくでき、場合によって存在しない。しか
しながら、マスタ・データが読取り時のホスト・プロセ
ッサ１０によって実行される計算機プログラムである時
は、若干のセクタが使用時のホスト・プロセッサ１０に
よって、計算機プログラムの更新をディスク２０上に書
込むために取っておかれる。このようにして、プログラ
ムの販売者は電子的に更新をホスト・プロセッサ１０に
転送してプログラム記録媒体として働くディスク２０上
に組込むことができる。従ってホスト・プロセッサ１０
がディスク２０からプログラムをそれ自身のメモリにロ
ードする時は、ホスト・プロセッサ１０はマスタ・ディ
スク・データによって表わされた初期プログラムに対す
る更新を識別するためにディレクトリ２８をチェックす
るためのプログラミング（説明しない）を含む。
々のアドレシング・アーキテクチュアを受入れる効率的
な手段が同一の記録媒体上に与えられることが明らかに
されるであろう。本発明により、マスタ・ディスク・デ
ータに割当てられているデータ領域２９は割当て可能な
データ領域の大部分を充満できる。即ちディレクトリ２
８は比較的小さくでき、場合によって存在しない。しか
しながら、マスタ・データが読取り時のホスト・プロセ
ッサ１０によって実行される計算機プログラムである時
は、若干のセクタが使用時のホスト・プロセッサ１０に
よって、計算機プログラムの更新をディスク２０上に書
込むために取っておかれる。このようにして、プログラ
ムの販売者は電子的に更新をホスト・プロセッサ１０に
転送してプログラム記録媒体として働くディスク２０上
に組込むことができる。従ってホスト・プロセッサ１０
がディスク２０からプログラムをそれ自身のメモリにロ
ードする時は、ホスト・プロセッサ１０はマスタ・ディ
スク・データによって表わされた初期プログラムに対す
る更新を識別するためにディレクトリ２８をチェックす
るためのプログラミング（説明しない）を含む。
Ｅ７キャッシング 第１１図を参照するに、本発明を使用するデータ・メモ
リ・システム実行の増強手段が示されている。ホスト・
コンピュータ１０はランダム・アクセス・データ・メモ
リ部３０１を含む。このメモリ部はコンピュータのため
の作業メモリである。ホスト・コンピュータ１０のため
のソフトウェア（図示もしくはさらに説明しない）はメ
モリ３０１の１部をソフトウェア・キャッシュ３０６と
して使用するように割当て、ディスク２０に記憶された
もしくは記憶さるべきデータに関してキャッシュできる
ようにし、又キャッシュ３０２を割当てて、現ディレク
トリの一部を記憶する。第７図に示した探知及び接続機
能２０１はディスク２０上のディレクトリ・セグメント
によってアクセスすべきデータ領域を識別し、現セグメ
ント３００の全ディレクトリの内容が矢印３０３によっ
て示されたように現ディレクトリ・キャッシュ３０２に
記憶される。ホスト・コンピュータ１０は現ディレクト
リ・キャッシュ３０２中のコピーを更新することがあ
る。本発明の説明とは関係のないデータ処理動作が完了
すると、更新されたコピーは現セグメント３００中に
（このようなメモリ空間がま使用可能として）記憶され
る。現セグメント３００が充填されると、記録可能なセ
クタを依然含む最後のディレクトリ・セグメントは更新
されたディレクトリ部を受取る。同じように、ファイル
名に従って記憶されたデータはデータ・キャッシュ３０
６中に記憶される。次にホスト・コンピュータ１０は、
データ・キャッシュ３０６及び現ディレクトリ・キャッ
シュ３０２中に記憶されているディレクトリ部に操作を
加える。データ処理動作が完了すると、データ・キャッ
シュ３０６中の更新データは上述のようにディスク２０
上に記憶される。多くの動作における事象では、現セグ
メント３００はディレクトリ中でさらに充満さるべきセ
グメントであり即ち完全に充墳されていないことが予期
される。現セグメント３００の内容はどのファイル名の
ファイルがアクセスされたかもしくはアクセスが望まれ
ているかにかかわらず、ホスト・コンピュータ１０に進
められることに注意されたい。又ヘッダ領域は現セグメ
ント３００の半径上外側にあるが、現ディレクトリ・キ
ャッシュ３０２へは進められないことに注意されない。
この配列は第５図に関して説明されたディスク２０の初
期設定手順に従う。第５図ではディレクトリのより下位
のもくしはより直接部分はインデキシング部よりも開始
点に近く記録されている。
リ・システム実行の増強手段が示されている。ホスト・
コンピュータ１０はランダム・アクセス・データ・メモ
リ部３０１を含む。このメモリ部はコンピュータのため
の作業メモリである。ホスト・コンピュータ１０のため
のソフトウェア（図示もしくはさらに説明しない）はメ
モリ３０１の１部をソフトウェア・キャッシュ３０６と
して使用するように割当て、ディスク２０に記憶された
もしくは記憶さるべきデータに関してキャッシュできる
ようにし、又キャッシュ３０２を割当てて、現ディレク
トリの一部を記憶する。第７図に示した探知及び接続機
能２０１はディスク２０上のディレクトリ・セグメント
によってアクセスすべきデータ領域を識別し、現セグメ
ント３００の全ディレクトリの内容が矢印３０３によっ
て示されたように現ディレクトリ・キャッシュ３０２に
記憶される。ホスト・コンピュータ１０は現ディレクト
リ・キャッシュ３０２中のコピーを更新することがあ
る。本発明の説明とは関係のないデータ処理動作が完了
すると、更新されたコピーは現セグメント３００中に
（このようなメモリ空間がま使用可能として）記憶され
る。現セグメント３００が充填されると、記録可能なセ
クタを依然含む最後のディレクトリ・セグメントは更新
されたディレクトリ部を受取る。同じように、ファイル
名に従って記憶されたデータはデータ・キャッシュ３０
６中に記憶される。次にホスト・コンピュータ１０は、
データ・キャッシュ３０６及び現ディレクトリ・キャッ
シュ３０２中に記憶されているディレクトリ部に操作を
加える。データ処理動作が完了すると、データ・キャッ
シュ３０６中の更新データは上述のようにディスク２０
上に記憶される。多くの動作における事象では、現セグ
メント３００はディレクトリ中でさらに充満さるべきセ
グメントであり即ち完全に充墳されていないことが予期
される。現セグメント３００の内容はどのファイル名の
ファイルがアクセスされたかもしくはアクセスが望まれ
ているかにかかわらず、ホスト・コンピュータ１０に進
められることに注意されたい。又ヘッダ領域は現セグメ
ント３００の半径上外側にあるが、現ディレクトリ・キ
ャッシュ３０２へは進められないことに注意されない。
この配列は第５図に関して説明されたディスク２０の初
期設定手順に従う。第５図ではディレクトリのより下位
のもくしはより直接部分はインデキシング部よりも開始
点に近く記録されている。
ホスト・コンピュータによるキャッシュ動作及びキャッ
シュとディスク２０のようなバッキング・メモリ間のデ
ータ転送は周知であるので、その説明はさらになされな
い。注目すべき重要なことは、全ての現在セグメントの
内容が現在ディレクトリ・キャッシュに進められ、ディ
レクトリ識別及び現セグメントの全てのファイル名のア
ドレスへの高速アクセスが可能になることである。本発
明のこの部分を実施する１つのバージョンではデータ転
送がホスト・コンピュータ１０及びディスク２０間で開
始されるとすぐ、識別される現セグメントが常に現ディ
レクトリ・キャッシュに進められる。現セグメント中に
含まれていないファイル名をアクセスする場合には、新
ファイルを識別するセグメントが現ディレクトリ・キャ
ッシュ３０２現セグメントに置換される。
シュとディスク２０のようなバッキング・メモリ間のデ
ータ転送は周知であるので、その説明はさらになされな
い。注目すべき重要なことは、全ての現在セグメントの
内容が現在ディレクトリ・キャッシュに進められ、ディ
レクトリ識別及び現セグメントの全てのファイル名のア
ドレスへの高速アクセスが可能になることである。本発
明のこの部分を実施する１つのバージョンではデータ転
送がホスト・コンピュータ１０及びディスク２０間で開
始されるとすぐ、識別される現セグメントが常に現ディ
レクトリ・キャッシュに進められる。現セグメント中に
含まれていないファイル名をアクセスする場合には、新
ファイルを識別するセグメントが現ディレクトリ・キャ
ッシュ３０２現セグメントに置換される。
Ｅ８データ・エクステント データ・エクステントとは所与のファイルからのデータ
を記憶する連続セクタのことである。たとえば、第１の
データ・セグメント３２０（第１２図）は９個のデータ
記憶セクタを含み、データ記憶セクタの各々は夫々１−
１８と番号の付された２つのレコード中に記憶されてい
る。丸でかこまれた番号４、８及び９はデータが記憶さ
れていないセクタ内の割当て空間を示す。データ記憶セ
クタの各々の中で若い番号のレコードは式ＮＸ−（Ｎ−
１）によって決定される。ここでＮは所与のセクタ中に
記憶さるべきレコード数であり、Ｘはファイル内のセク
タの論理番号である。セクタの論理番号と記録ディスク
上のセクタの物理番号とは混合してはならない。番号及
びＸは整数である。最初の記録時に、欠陥セクタは空間
３２１によって示されたようにディスク上で検出され
る。記録は継続して論理セクタ１０及び１１を含む番号
３２２によって示された連続セクタの第２の組が続く。
第２のエクステント３２２には、２つのレコード２０及
び２１が夫々論理セクタ１０及び１１に記録され、記録
領域１９及び２０はその中にデータを記録していない。
１つのセクタを使用してレコード２０及び２１を記録す
ることができるが、消去不能媒体中での更新手順を容易
にするために割当てられている。論理セクタ５はレコー
ド９を充満し、レコード１０を変更しないで更新される
ものと仮定する。更新後は、更新記録データを識別する
のに２つのデータ・エクステントでなく、４つのデータ
・エクステントが必要になる。更新論理セクタ５はここ
で番号３２３で示したようにレコード９及び１０を含ん
でいる。この更新により、原データ・エクステント３２
０は３つの部分に分割される。第１の部分は論理セクタ
１乃至４を含むデータ・エクステント３２４であり、第
２のデータ・エクステント３２５は（番号３２３によっ
て示された）論理セクタ５だけを含み、第３のエクステ
ント３２６は論理セクタ６乃至９を含む。他のデータ・
エクステント３２３は（番号３２７によって示したよう
に）不変である。各ファイル内の論理セクタはデータ・
エクステント内を除きディスク２０上の物理セクタとは
物理的関係はない。論理セクタは上述のようにデータ・
バージョンのためのディレクトリ項目を識別するのに使
用される。
を記憶する連続セクタのことである。たとえば、第１の
データ・セグメント３２０（第１２図）は９個のデータ
記憶セクタを含み、データ記憶セクタの各々は夫々１−
１８と番号の付された２つのレコード中に記憶されてい
る。丸でかこまれた番号４、８及び９はデータが記憶さ
れていないセクタ内の割当て空間を示す。データ記憶セ
クタの各々の中で若い番号のレコードは式ＮＸ−（Ｎ−
１）によって決定される。ここでＮは所与のセクタ中に
記憶さるべきレコード数であり、Ｘはファイル内のセク
タの論理番号である。セクタの論理番号と記録ディスク
上のセクタの物理番号とは混合してはならない。番号及
びＸは整数である。最初の記録時に、欠陥セクタは空間
３２１によって示されたようにディスク上で検出され
る。記録は継続して論理セクタ１０及び１１を含む番号
３２２によって示された連続セクタの第２の組が続く。
第２のエクステント３２２には、２つのレコード２０及
び２１が夫々論理セクタ１０及び１１に記録され、記録
領域１９及び２０はその中にデータを記録していない。
１つのセクタを使用してレコード２０及び２１を記録す
ることができるが、消去不能媒体中での更新手順を容易
にするために割当てられている。論理セクタ５はレコー
ド９を充満し、レコード１０を変更しないで更新される
ものと仮定する。更新後は、更新記録データを識別する
のに２つのデータ・エクステントでなく、４つのデータ
・エクステントが必要になる。更新論理セクタ５はここ
で番号３２３で示したようにレコード９及び１０を含ん
でいる。この更新により、原データ・エクステント３２
０は３つの部分に分割される。第１の部分は論理セクタ
１乃至４を含むデータ・エクステント３２４であり、第
２のデータ・エクステント３２５は（番号３２３によっ
て示された）論理セクタ５だけを含み、第３のエクステ
ント３２６は論理セクタ６乃至９を含む。他のデータ・
エクステント３２３は（番号３２７によって示したよう
に）不変である。各ファイル内の論理セクタはデータ・
エクステント内を除きディスク２０上の物理セクタとは
物理的関係はない。論理セクタは上述のようにデータ・
バージョンのためのディレクトリ項目を識別するのに使
用される。
Ｆ．発明の効果 本発明により、ライトワンス、即ち消去可能な記録技術
において、ディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領
域をできるだけ完全に充墳する方法が与えられる。
において、ディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領
域をできるだけ完全に充墳する方法が与えられる。
第１図は本発明により構成された例示的ディレクトリの
木構造を示す論理図である。第２図は本発明が使用する
データ記憶サブシステムの概略図である。第３図はディ
レクトリの一般的位置を示すレコード記録ディスクのマ
ップ図である。第４図は第１図のディレクトリに有用な
データ構造を示す図である。第５図は第３図に示したレ
コード記憶ディスクの初期設定を示す論理的流れ図であ
る。第６図は第２図に示したコントローラ中で使用され
るデータ構造の論理図である。第７図はディレクトリ情
報を探索する際のコントローラの動作を示す論理図であ
る。第８図は第１図に示したディレクトリを更新するの
に使用されるコントローラの動作の論理図である。第９
図はディスク上のデータ記録の極限（末端）を識別する
ためのコントローラの動作の論理図である。第１０図は
代替ディスク・アドレッシング配列を受入れるための代
替セクタ配列を示す図である。第１１図はデータ・キャ
ッシング及びホスト・コンピュータ中の現在ディレクト
リ部を示す概略図である。第１２図は欠陥セクタ及びセ
クタの更新によるデータ・エクステントの分割を示した
図である。 １０…ホスト・プロセッサ、１１…ＤＯＳ、１２…ＩＯ
Ｓ、１３…データ・メモリ・システム、１５…コントロ
ーラ、１７…光ディスク・ドライブ、２０…レコード・
メモリ・ディスク、２２…データ・セクタ、２７…ＯＤ
ＤＣＢ、２８…ディレクトリ、２９…ユーザ・データ、
３０…空きスペース、４０…アンカー・ベース、４５…
ディレクトリ・アンカー・ポインタ、５０…ヘッダ、５
２…ルート・セグメントの組、７２…サブ・ヘッダ、７
４…サブ・セグメントの組。
木構造を示す論理図である。第２図は本発明が使用する
データ記憶サブシステムの概略図である。第３図はディ
レクトリの一般的位置を示すレコード記録ディスクのマ
ップ図である。第４図は第１図のディレクトリに有用な
データ構造を示す図である。第５図は第３図に示したレ
コード記憶ディスクの初期設定を示す論理的流れ図であ
る。第６図は第２図に示したコントローラ中で使用され
るデータ構造の論理図である。第７図はディレクトリ情
報を探索する際のコントローラの動作を示す論理図であ
る。第８図は第１図に示したディレクトリを更新するの
に使用されるコントローラの動作の論理図である。第９
図はディスク上のデータ記録の極限（末端）を識別する
ためのコントローラの動作の論理図である。第１０図は
代替ディスク・アドレッシング配列を受入れるための代
替セクタ配列を示す図である。第１１図はデータ・キャ
ッシング及びホスト・コンピュータ中の現在ディレクト
リ部を示す概略図である。第１２図は欠陥セクタ及びセ
クタの更新によるデータ・エクステントの分割を示した
図である。 １０…ホスト・プロセッサ、１１…ＤＯＳ、１２…ＩＯ
Ｓ、１３…データ・メモリ・システム、１５…コントロ
ーラ、１７…光ディスク・ドライブ、２０…レコード・
メモリ・ディスク、２２…データ・セクタ、２７…ＯＤ
ＤＣＢ、２８…ディレクトリ、２９…ユーザ・データ、
３０…空きスペース、４０…アンカー・ベース、４５…
ディレクトリ・アンカー・ポインタ、５０…ヘッダ、５
２…ルート・セグメントの組、７２…サブ・ヘッダ、７
４…サブ・セグメントの組。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート・イー・ワグナー アメリカ合衆国アリゾナ州ツーソン、イー スト・リンバーロスト・ロード11121番地 (56)参考文献 特開 昭60−250449（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−177642（ＪＰ，Ａ) 特開 昭60−74020（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−103341（ＪＰ，Ａ)
Claims (2)
- 【請求項１】第１及び第２のアドレスが境を接している
連続アドレス空間を使用し、複数のアドレス可能なデー
タ記憶セクタが、前記アドレス空間のアドレスによって
アクセス可能であるデータ記憶装置を有するデータ処理
装置において、 前記データ記憶装置に接続され、前記データ記憶装置に
記憶するために種々のデータレコードを繰り返して受け
取り、この受け取ったデータを前記データ記憶装置の前
記アドレス可能なデータ記憶セクタの所定のセクタに記
憶するデータ受け取り手段と、 受け取られ、最後に記憶されたデータレコードの識別情
報と、この受け取られ、最後に記憶されたデータレコー
ドが記憶されている前記アドレス可能なデータ記憶セク
タ識別するアドレス・ポインタとを有するレコード・デ
ィレクトリ・エントリを作成するディレクトリ作成手段
と、 前記レコード・ディレクトリ・エントリをディレクトリ
・セグメント・モジュールのようなエントリのセグメン
トのセットに累積するディレクトリ・セグメント・モジ
ュール作成手段と、 前記ディレクトリ・セグメント・モジュール作成手段及
び前記データ記憶装置に接続され、作成された前記ディ
レクトリ・セグメント・モジュールが、最初に作成され
たディレクトリ・セグメント・モジュールであるか否か
及び前記最初に作成されたディレクトリ・セグメント・
モジュールを前記アドレス可能なデータ記憶セクタのう
ちの最初のセクタに記録するか否かを決定するディレク
トリ記録手段と、 前記ディレクトリ・セグメント・モジュール作成手段及
び前記ディレクトリ記録手段に接続され、前記ディレク
トリ記録手段が、前記作成されたディレクトリ・セグメ
ント・モジュールが最初に作成されたディレクトリ・セ
グメント・モジュールでないと決定することに応じて、
所定の予め記録されたディレクトリ・セグメント・モジ
ュールのインデックスを含むディレクトリ・ヘッダを作
成するディレクトリ・ヘッダ作成手段とを備え、 前記ディレクトリ記録手段は、前記ディレクトリ・ヘッ
ダ作成手段が前記インデックスを作成することに応じ
て、前記作成されたヘッダ及び前記作成されたディレク
トリ・セグメント・モジュールの両方を、前記データ記
憶装置中で、前記アドレス可能なデータ記憶セクタの前
記最初のセクタに隣接する所与のセクタに記録するよう
にし、それによって前記セクタのレコードのインデック
スが次の隣接するセクタに記録されることを特徴とする
ファイル管理装置。 - 【請求項２】前記データ記憶装置は、データ記憶領域の
内側に与えられた領域が位置し、境界アドレスの一方で
アドレス可能である内径を有するデータ受取り面及びデ
ータ記憶領域の外側に与えられた領域が位置し、境界ア
ドレスの他方でアドレス可能である外径を有するデータ
受取り面を有する回転記憶ディスクであることを特徴と
する請求項１記載のファイル管理装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/030,393 US4827462A (en) | 1987-03-26 | 1987-03-26 | Modular data storage directories for large-capacity data storage units |
| US30393 | 1987-03-26 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63244145A JPS63244145A (ja) | 1988-10-11 |
| JPH0664548B2 true JPH0664548B2 (ja) | 1994-08-22 |
Family
ID=21854007
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63032012A Expired - Lifetime JPH0664548B2 (ja) | 1987-03-26 | 1988-02-16 | ファイル管理装置 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4827462A (ja) |
| EP (1) | EP0284037B1 (ja) |
| JP (1) | JPH0664548B2 (ja) |
| BR (1) | BR8801415A (ja) |
| CA (1) | CA1281424C (ja) |
| DE (1) | DE3856090T2 (ja) |
Families Citing this family (94)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| JP2543523B2 (ja) * | 1987-05-22 | 1996-10-16 | パイオニア株式会社 | ディスク及びその再生装置 |
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