JPH07191892A - フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム - Google Patents
フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステムInfo
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- JPH07191892A JPH07191892A JP1398093A JP1398093A JPH07191892A JP H07191892 A JPH07191892 A JP H07191892A JP 1398093 A JP1398093 A JP 1398093A JP 1398093 A JP1398093 A JP 1398093A JP H07191892 A JPH07191892 A JP H07191892A
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- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- Quality & Reliability (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Read Only Memory (AREA)
- Memory System (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 ブロック消去可能で且つフラッシュ消去可能
なプログラマブル・リードオンリメモリに記憶されたフ
ァイルをマネージする方法及びシステムを提供する。 【構成】 ファイルをマネージするためのマネージャ
は、データを記憶するメモリ位置のブロックを選択する
ためのブロック割り当てルーチンを備えており、各ブロ
ックは、割り当てテーブルと、データエリアに分割され
たデータ領域とを有し、割り当てテーブルはデータエリ
アに対応するエントリを有している。更に、上記マネー
ジャは、上記選択されたブロックに対してデータ領域内
のデータエリアを選択し、それに対応するように割り当
てテーブルのエントリを選択し、そして選択されたデー
タエリア及び割り当てられた状態に対応するように上記
選択されたエントリをセットするためのデータエリア割
り当てルーチンを備えている。
なプログラマブル・リードオンリメモリに記憶されたフ
ァイルをマネージする方法及びシステムを提供する。 【構成】 ファイルをマネージするためのマネージャ
は、データを記憶するメモリ位置のブロックを選択する
ためのブロック割り当てルーチンを備えており、各ブロ
ックは、割り当てテーブルと、データエリアに分割され
たデータ領域とを有し、割り当てテーブルはデータエリ
アに対応するエントリを有している。更に、上記マネー
ジャは、上記選択されたブロックに対してデータ領域内
のデータエリアを選択し、それに対応するように割り当
てテーブルのエントリを選択し、そして選択されたデー
タエリア及び割り当てられた状態に対応するように上記
選択されたエントリをセットするためのデータエリア割
り当てルーチンを備えている。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般に、ファイルをマ
ネージするためのコンピュータシステムに係り、より詳
細には、フラッシュ消去可能なプログラマブル・リード
オンリメモリ（ＦＥＰｒｏｍ）に記憶されたファイルを
マネージするための方法及びシステムに係る。
ネージするためのコンピュータシステムに係り、より詳
細には、フラッシュ消去可能なプログラマブル・リード
オンリメモリ（ＦＥＰｒｏｍ）に記憶されたファイルを
マネージするための方法及びシステムに係る。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムは、一般に、揮発
性及び不揮発性の両方の記憶装置における情報の記憶を
サポートする。揮発性記憶装置と不揮発性記憶装置の相
違は、揮発性記憶装置から電源が切断されたときに情報
が失われることである。これに対して、不揮発性記憶装
置から電源が切断されたときには、情報が失われない。
従って、不揮発性記憶装置に情報を記憶した場合には、
たとえコンピュータシステムの電源が切られていても、
ユーザはあるときに情報を入力しそしてその後に情報を
検索することができる。又、ユーザは、不揮発性記憶装
置をコンピュータから切断しそしてその記憶装置を別の
コンピュータに接続して、その別のコンピュータが情報
をアクセスするようにすることができる。
性及び不揮発性の両方の記憶装置における情報の記憶を
サポートする。揮発性記憶装置と不揮発性記憶装置の相
違は、揮発性記憶装置から電源が切断されたときに情報
が失われることである。これに対して、不揮発性記憶装
置から電源が切断されたときには、情報が失われない。
従って、不揮発性記憶装置に情報を記憶した場合には、
たとえコンピュータシステムの電源が切られていても、
ユーザはあるときに情報を入力しそしてその後に情報を
検索することができる。又、ユーザは、不揮発性記憶装
置をコンピュータから切断しそしてその記憶装置を別の
コンピュータに接続して、その別のコンピュータが情報
をアクセスするようにすることができる。
【０００３】不揮発性記憶装置に記憶された情報は、一
般に、ファイルに編成される。ファイルとは、関連情報
を収集したものである。時間の経過と共に、コンピュー
タシステムは、記憶装置の容量にもよるが、記憶装置に
何百、何千のファイルを記憶することができる。情報を
記憶することに加えて、コンピュータシステムは、典型
的に、ファイルの情報を読み取ったり、修正したり、削
除したりすることができる。コンピュータシステムは、
記憶、読み取り、修正及び削除を効率的に行えるように
記憶装置にファイルを編成することが重要である。
般に、ファイルに編成される。ファイルとは、関連情報
を収集したものである。時間の経過と共に、コンピュー
タシステムは、記憶装置の容量にもよるが、記憶装置に
何百、何千のファイルを記憶することができる。情報を
記憶することに加えて、コンピュータシステムは、典型
的に、ファイルの情報を読み取ったり、修正したり、削
除したりすることができる。コンピュータシステムは、
記憶、読み取り、修正及び削除を効率的に行えるように
記憶装置にファイルを編成することが重要である。
【０００４】一般にコンピュータのオペレーティングシ
ステムの一部分であるファイルシステムは、記憶装置上
のファイルを管理する助けをするために開発されたもの
である。１つのこのようなファイルシステムが、マイク
ロソフト・コーポレーションによりそのディスクオペレ
ーティングシステム（ＭＳ−ＤＯＳ）として開発されて
いる。このファイルシステムは、ファイルを記憶するた
めにハイアラーキ解決策を使用している。図１は、記憶
装置のディレクトリ構造体を示している。これらのディ
レクトリはファイルの論理グループを含む。これらのデ
ィレクトリは、引出しの折り畳み器が引き出し内にペー
パを編成していくのと同様にファイルを編成する。ＤＯ
Ｓ、ＷＯＲＤ、ＤＡＶＩＤ及びＭＡＲＹと示されたブロ
ックは、ディレクトリを表しており、そしてＡＵＴＯＥ
ＸＥＣ．ＢＡＴ、ＣＯＭＭＡＮＤ．ＣＯＭ、ＦＯＲＭＡ
Ｔ．ＥＸＥ、ＬＥＴＴＥＲ２．ＤＯＣ、ＬＥＴＴＥＲ．
ＤＯＣと示されたブロック及びＬＥＴＴＥＲ１．ＤＯＣ
と示された２つのファイルは、ファイルを表している。
このディレクトリ構造では、ユーザが関連ファイルをそ
れら自身のディレクトリに入れることによりファイルを
編成することができる。この例において、ＷＯＲＤとい
うディレクトリは、ワードプロセッシングプログラムＷ
ＯＲＤによって発生された全てのファイルを含む。この
ディレクトリＷＯＲＤの中には２つのサブディレクトリ
ＤＡＶＩＤ及びＭＡＲＹがあり、これらは、ＷＯＲＤフ
ァイルを、Ｄａｖｉｄにより開発されたもの及びＭａｒ
ｙにより開発されたものへと更に編成する上で助けとな
るものである。
ステムの一部分であるファイルシステムは、記憶装置上
のファイルを管理する助けをするために開発されたもの
である。１つのこのようなファイルシステムが、マイク
ロソフト・コーポレーションによりそのディスクオペレ
ーティングシステム（ＭＳ−ＤＯＳ）として開発されて
いる。このファイルシステムは、ファイルを記憶するた
めにハイアラーキ解決策を使用している。図１は、記憶
装置のディレクトリ構造体を示している。これらのディ
レクトリはファイルの論理グループを含む。これらのデ
ィレクトリは、引出しの折り畳み器が引き出し内にペー
パを編成していくのと同様にファイルを編成する。ＤＯ
Ｓ、ＷＯＲＤ、ＤＡＶＩＤ及びＭＡＲＹと示されたブロ
ックは、ディレクトリを表しており、そしてＡＵＴＯＥ
ＸＥＣ．ＢＡＴ、ＣＯＭＭＡＮＤ．ＣＯＭ、ＦＯＲＭＡ
Ｔ．ＥＸＥ、ＬＥＴＴＥＲ２．ＤＯＣ、ＬＥＴＴＥＲ．
ＤＯＣと示されたブロック及びＬＥＴＴＥＲ１．ＤＯＣ
と示された２つのファイルは、ファイルを表している。
このディレクトリ構造では、ユーザが関連ファイルをそ
れら自身のディレクトリに入れることによりファイルを
編成することができる。この例において、ＷＯＲＤとい
うディレクトリは、ワードプロセッシングプログラムＷ
ＯＲＤによって発生された全てのファイルを含む。この
ディレクトリＷＯＲＤの中には２つのサブディレクトリ
ＤＡＶＩＤ及びＭＡＲＹがあり、これらは、ＷＯＲＤフ
ァイルを、Ｄａｖｉｄにより開発されたもの及びＭａｒ
ｙにより開発されたものへと更に編成する上で助けとな
るものである。
【０００５】従来のファイルシステムは、不揮発性記憶
装置の多数回書き込み機能の利点を取り入れている。多
数回書き込み機能は、記憶装置上のいかなる情報ビット
でも実質上無限の回数で１から０へそして０から１へ変
更することができる。この機能では、ファイルを記憶装
置に書き込みそしてファイルの幾つかのビットを変更す
ることによりファイルを選択的に修正することができ
る。
装置の多数回書き込み機能の利点を取り入れている。多
数回書き込み機能は、記憶装置上のいかなる情報ビット
でも実質上無限の回数で１から０へそして０から１へ変
更することができる。この機能では、ファイルを記憶装
置に書き込みそしてファイルの幾つかのビットを変更す
ることによりファイルを選択的に修正することができ
る。
【０００６】ディスクのような多数回書き込み能力を有
する従来の記憶装置の欠点は、その速度が内部のコンピ
ュータメモリの速度に比して遅いことである。これに対
し、そのコンピュータメモリに勝るこれら記憶装置の利
点は、不揮発性であること、コストが低いこと、容量が
大きいことである。
する従来の記憶装置の欠点は、その速度が内部のコンピ
ュータメモリの速度に比して遅いことである。これに対
し、そのコンピュータメモリに勝るこれら記憶装置の利
点は、不揮発性であること、コストが低いこと、容量が
大きいことである。
【０００７】フラッシュＥＰｒｏｍ（ＦＥＰｒｏｍ）と
して知られている記憶装置は、内部コンピュータメモリ
の速度と、コンピュータディスクの不揮発性とが結合さ
れたものである。この装置はＥＰｒｏｍ型（消去可能な
プログラマブル・リードオンリメモリ）のデバイスであ
る。ＦＥＰｒｏｍの内容は、典型的なＥＰｒｏｍと同様
にデバイスに紫外線を照射するのではなく、入力にある
電圧を印加することによって消去することができる。消
去は、デバイス内の各ビットを同じ値にセットする。他
のＥＰｒｏｍと同様に、ＦＥＰｒｏｍは不揮発性メモリ
である。ＦＥＰｒｏｍは、その速度がコンピュータの内
部メモリに匹敵する。最初と、消去後とに、ＦＥＰｒｏ
ｍの各ビットは１にセットされる。ＦＥＰｒｏｍの特徴
は、他のＥＰｒｏｍと同様に、ビット値１を０に変更で
きるが、ビット値０は１に変更できないというものであ
る。従って、データは、１から０へのビットの変更を行
うようにＥＰｒｏｍに書き込むことができる。しかしな
がら、いったんビットが０に変更されると、１に変更し
直すことはできず、即ち全ＦＥＰｒｏｍを全て１に消去
しない限り１に戻すことができない。実際には、ＦＥＰ
ｒｏｍの各ビットは一度しか書き込むことができない
が、次々の消去の間に何回も読み取ることができる。更
に、ＦＥＰｒｏｍの各ビットを消去して０にセットでき
るのは、ある限定された回数だけである。この限定され
た回数がＦＥＰｒｏｍの実効寿命を定める。
して知られている記憶装置は、内部コンピュータメモリ
の速度と、コンピュータディスクの不揮発性とが結合さ
れたものである。この装置はＥＰｒｏｍ型（消去可能な
プログラマブル・リードオンリメモリ）のデバイスであ
る。ＦＥＰｒｏｍの内容は、典型的なＥＰｒｏｍと同様
にデバイスに紫外線を照射するのではなく、入力にある
電圧を印加することによって消去することができる。消
去は、デバイス内の各ビットを同じ値にセットする。他
のＥＰｒｏｍと同様に、ＦＥＰｒｏｍは不揮発性メモリ
である。ＦＥＰｒｏｍは、その速度がコンピュータの内
部メモリに匹敵する。最初と、消去後とに、ＦＥＰｒｏ
ｍの各ビットは１にセットされる。ＦＥＰｒｏｍの特徴
は、他のＥＰｒｏｍと同様に、ビット値１を０に変更で
きるが、ビット値０は１に変更できないというものであ
る。従って、データは、１から０へのビットの変更を行
うようにＥＰｒｏｍに書き込むことができる。しかしな
がら、いったんビットが０に変更されると、１に変更し
直すことはできず、即ち全ＦＥＰｒｏｍを全て１に消去
しない限り１に戻すことができない。実際には、ＦＥＰ
ｒｏｍの各ビットは一度しか書き込むことができない
が、次々の消去の間に何回も読み取ることができる。更
に、ＦＥＰｒｏｍの各ビットを消去して０にセットでき
るのは、ある限定された回数だけである。この限定され
た回数がＦＥＰｒｏｍの実効寿命を定める。
【０００８】ＦＥＰｒｏｍをアクセスする典型的な時間
は、アクセスの形式と多数の他のファクタとによって異
なる。読み取りアクセス時間は数百ナノ秒の範囲であ
り、バイトを読み取る回数については制限がない。書き
込みアクセス時間は、典型的に数十マイクロ秒の範囲で
ある。書き込みアクセス時間は、バイトを消去した回数
と、デバイスの温度と、ＦＥＰｒｏｍのバイト密度とに
よって左右される。バイトを書き込む回数に理論的な制
限はないが、消去の制限が実際上の書き込みの制限とな
る。ＦＥＰｒｏｍの消去時間は数秒の範囲である。消去
時間は、ＦＥＰｒｏｍを消去した回数、デバイスの温
度、及びＦＥＰｒｏｍのバイト密度とによって左右され
る。
は、アクセスの形式と多数の他のファクタとによって異
なる。読み取りアクセス時間は数百ナノ秒の範囲であ
り、バイトを読み取る回数については制限がない。書き
込みアクセス時間は、典型的に数十マイクロ秒の範囲で
ある。書き込みアクセス時間は、バイトを消去した回数
と、デバイスの温度と、ＦＥＰｒｏｍのバイト密度とに
よって左右される。バイトを書き込む回数に理論的な制
限はないが、消去の制限が実際上の書き込みの制限とな
る。ＦＥＰｒｏｍの消去時間は数秒の範囲である。消去
時間は、ＦＥＰｒｏｍを消去した回数、デバイスの温
度、及びＦＥＰｒｏｍのバイト密度とによって左右され
る。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】従来のファイルシステ
ムは、記憶装置が多数回書き込み能力を有するものと仮
定していたので、これらのファイルシステムは、実際上
一回の書き込み能力しか持たないＦＥＰｒｏｍには不適
である。従って、ＦＥＰｒｏｍをベースとする記憶装置
をサポートするファイルシステムをもつことが望まし
い。このようなファイルシステムは、コンピュータシス
テムの速度と、コンピュータディスクの不揮発性とを有
するものである。
ムは、記憶装置が多数回書き込み能力を有するものと仮
定していたので、これらのファイルシステムは、実際上
一回の書き込み能力しか持たないＦＥＰｒｏｍには不適
である。従って、ＦＥＰｒｏｍをベースとする記憶装置
をサポートするファイルシステムをもつことが望まし
い。このようなファイルシステムは、コンピュータシス
テムの速度と、コンピュータディスクの不揮発性とを有
するものである。
【００１０】コンピュータディスクのような従来の記憶
装置は、バイトでアドレスできるのではなくブロックで
アドレスすることができる。バイトは、コンピュータの
内部メモリのアドレス能力の単位であり、即ちコンピュ
ータは一度に１バイト（典型的に８ビット）で書き込み
又は読み取りすることができるのであって、それ未満で
はできない。コンピュータがディスクに書き込んだりデ
ィスクから読み取ったりするときには、ブロックと称す
るバイトのグループで行わねばならない。ブロックのサ
イズは変えられるが、典型的には２の累乗である（１２
８、２５６、５１２等）。例えば、ディスク上の１バイ
トだけを変更しようとする場合に、そのブロックサイズ
内の全バイト数の書き込みを行わねばならない。これに
は、ディスクからコンピュータメモリへブロック全体を
読み取り、１バイトを変更し（内部メモリはバイトでア
ドレス可能である）そしてそのブロック全体をディスク
に書き込むことが含まれる。
装置は、バイトでアドレスできるのではなくブロックで
アドレスすることができる。バイトは、コンピュータの
内部メモリのアドレス能力の単位であり、即ちコンピュ
ータは一度に１バイト（典型的に８ビット）で書き込み
又は読み取りすることができるのであって、それ未満で
はできない。コンピュータがディスクに書き込んだりデ
ィスクから読み取ったりするときには、ブロックと称す
るバイトのグループで行わねばならない。ブロックのサ
イズは変えられるが、典型的には２の累乗である（１２
８、２５６、５１２等）。例えば、ディスク上の１バイ
トだけを変更しようとする場合に、そのブロックサイズ
内の全バイト数の書き込みを行わねばならない。これに
は、ディスクからコンピュータメモリへブロック全体を
読み取り、１バイトを変更し（内部メモリはバイトでア
ドレス可能である）そしてそのブロック全体をディスク
に書き込むことが含まれる。
【００１１】従来のファイルシステムは、ブロックに未
使用の部分を残す状態でデータを記憶する。このファイ
ルシステムは、一度に１つのファイルのみからのデータ
を所与のブロック内に記憶する。例えば、このファイル
システムは、１つのファイルからのデータをブロックの
最初の５０バイトには記憶せず、そして別のファイルか
らのデータを１２８バイトブロックの最後の７８バイト
には記憶しない。しかしながら、ファイルの長さがブロ
ックサイズの偶数倍でない場合には、ブロック端のスペ
ースが未使用となる。上記例において、ブロックの最後
の７８バイトは未使用となる。ディスクが４０９６とい
った大きなブロックサイズを使用するときには、４０９
５バイトまでのデータが使用できないことになる。多数
回書き込み能力を有していて数百万バイトを記憶できる
ようなディスクドライブではこのような未使用スペース
が無視できる量であるが、多数回書き込み能力をもた
ず、しかも数百万バイトのデータを記憶する容量をもた
ない記憶装置では相当の量である。
使用の部分を残す状態でデータを記憶する。このファイ
ルシステムは、一度に１つのファイルのみからのデータ
を所与のブロック内に記憶する。例えば、このファイル
システムは、１つのファイルからのデータをブロックの
最初の５０バイトには記憶せず、そして別のファイルか
らのデータを１２８バイトブロックの最後の７８バイト
には記憶しない。しかしながら、ファイルの長さがブロ
ックサイズの偶数倍でない場合には、ブロック端のスペ
ースが未使用となる。上記例において、ブロックの最後
の７８バイトは未使用となる。ディスクが４０９６とい
った大きなブロックサイズを使用するときには、４０９
５バイトまでのデータが使用できないことになる。多数
回書き込み能力を有していて数百万バイトを記憶できる
ようなディスクドライブではこのような未使用スペース
が無視できる量であるが、多数回書き込み能力をもた
ず、しかも数百万バイトのデータを記憶する容量をもた
ない記憶装置では相当の量である。
【００１２】ＦＥＰｒｏｍは、典型的な記憶装置に比し
て、ブロックアドレス式ではなくてバイトアドレス式で
ある。従って、ＦＥＰｒｏｍのバイトアドレス能力をサ
ポートするファイルシステムをもつことが望まれる。
て、ブロックアドレス式ではなくてバイトアドレス式で
ある。従って、ＦＥＰｒｏｍのバイトアドレス能力をサ
ポートするファイルシステムをもつことが望まれる。
【００１３】又、ＦＥＰｒｏｍは、ブロックで消去可能
なフォーマットで編成することができる。ブロックで消
去可能なＦＥＰｒｏｍは、個々に消去できる多数のブロ
ック（典型的に１６）を含んでいる。例えば、図６は、
０から１５まで番号が付けられた１６個のブロックを有
するブロック消去可能なＦＥＰｒｏｍ３０１の概略図で
ある。ブロックの各々は、他のブロックの内容に影響を
及ぼすことなく個々に消去することができる。ブロック
番号１４のブロック３０２は、他のブロックのデータに
影響を及ぼすことなく消去することができる。ブロック
消去可能なＦＥＰｒｏｍをサポートするファイルシステ
ムをもつことが所望される。
なフォーマットで編成することができる。ブロックで消
去可能なＦＥＰｒｏｍは、個々に消去できる多数のブロ
ック（典型的に１６）を含んでいる。例えば、図６は、
０から１５まで番号が付けられた１６個のブロックを有
するブロック消去可能なＦＥＰｒｏｍ３０１の概略図で
ある。ブロックの各々は、他のブロックの内容に影響を
及ぼすことなく個々に消去することができる。ブロック
番号１４のブロック３０２は、他のブロックのデータに
影響を及ぼすことなく消去することができる。ブロック
消去可能なＦＥＰｒｏｍをサポートするファイルシステ
ムをもつことが所望される。
【００１４】そこで、本発明の目的は、ファイル記憶装
置、特に、ブロック消去可能で且つフラッシュ消去可能
なプログラマブル・リードオンリメモリにデータを記憶
する方法を提供することである。
置、特に、ブロック消去可能で且つフラッシュ消去可能
なプログラマブル・リードオンリメモリにデータを記憶
する方法を提供することである。
【００１５】本発明の別の目的は、ブロック消去可能な
ＦＥＰｒｏｍにおいてメモリを割り当てたり割り当て解
除したりするコンピュータメモリマネージャを提供する
ことである。
ＦＥＰｒｏｍにおいてメモリを割り当てたり割り当て解
除したりするコンピュータメモリマネージャを提供する
ことである。
【００１６】本発明の別の目的は、ブロック消去可能な
ＦＥＰｒｏｍにおいてブロックを消去した回数を追跡す
る方法を提供することである。
ＦＥＰｒｏｍにおいてブロックを消去した回数を追跡す
る方法を提供することである。
【００１７】本発明の更に別の目的は、メモリの割り当
てを容易にするデータ構造体を備えたブロック消去可能
なＦＥＰｒｏｍを提供することである。
てを容易にするデータ構造体を備えたブロック消去可能
なＦＥＰｒｏｍを提供することである。
【００１８】本発明の更に別の目的は、データを記憶す
るためのブロックを割り当てる方法を提供することであ
る。
るためのブロックを割り当てる方法を提供することであ
る。
【００１９】本発明の更に別の目的は、ブロック消去可
能なＦＥＰｒｏｍにおいて割り当て解除されたスペース
をリクレイミングする方法を提供することである。
能なＦＥＰｒｏｍにおいて割り当て解除されたスペース
をリクレイミングする方法を提供することである。
【００２０】本発明の更に別の目的は、ブロック消去可
能なＦＥＰｒｏｍのためのファイルシステムを提供する
ことである。
能なＦＥＰｒｏｍのためのファイルシステムを提供する
ことである。
【００２１】
【課題を解決するための手段】本発明の上記及び他の目
的は、以下の説明から明らかとなるように、ブロック消
去可能で且つフラッシュ消去可能なプログラマブル・リ
ードオンリメモリにおいてメモリをマネージするための
方法及びシステムを提供することにより達成される。こ
のシステムは、好ましい実施例において、ブロックヘッ
ダと、ブロック割り当てテーブルと、データ記憶エリア
と、データを記憶すべきブロックを選択するためのブロ
ック割り当てルーチンと、ブロック割り当てテーブルの
エントリ及びデータ記憶エリアの一部分を選択するため
のデータエリア割り当てルーチンと、データを記憶する
ための記憶ルーチンとを有したブロック消去可能なＦＥ
Ｐｒｏｍを具備している。又、このシステムは、好まし
い実施例において、ブロック消去可能なＦＥＰｒｏｍの
ためのファイルシステムを実施するファイルマネージャ
を備えている。
的は、以下の説明から明らかとなるように、ブロック消
去可能で且つフラッシュ消去可能なプログラマブル・リ
ードオンリメモリにおいてメモリをマネージするための
方法及びシステムを提供することにより達成される。こ
のシステムは、好ましい実施例において、ブロックヘッ
ダと、ブロック割り当てテーブルと、データ記憶エリア
と、データを記憶すべきブロックを選択するためのブロ
ック割り当てルーチンと、ブロック割り当てテーブルの
エントリ及びデータ記憶エリアの一部分を選択するため
のデータエリア割り当てルーチンと、データを記憶する
ための記憶ルーチンとを有したブロック消去可能なＦＥ
Ｐｒｏｍを具備している。又、このシステムは、好まし
い実施例において、ブロック消去可能なＦＥＰｒｏｍの
ためのファイルシステムを実施するファイルマネージャ
を備えている。
【００２２】好ましい実施例において、本発明は、ブロ
ック消去可能なＦＥＰｒｏｍのメモリをマネージする方
法及びシステムを提供する。このシステムは、ＦＥＰｒ
ｏｍマネージャ及びファイルシステムとして説明する。
ＦＥＰｒｏｍマネージャは、ＦＥＰｒｏｍのメモリの割
り当てと割り当て解除とを管理する。ファイルシステム
は、ハイアラーキ式のディレクトリシステムであり、Ｆ
ＥＰｒｏｍマネージャを用いてメモリの割り当て及び割
り当て解除を行う。或いは又、ＦＥＰｒｏｍマネージャ
及びファイルシステムは、ある最適化を達成するように
一体化することができる。しかしながら、個別のＦＥＰ
ｒｏｍマネージャを使用することによりＦＥＰｒｏｍは
異なるファイルシステムからのデータや非ファイルシス
テムデータも記憶することができる。
ック消去可能なＦＥＰｒｏｍのメモリをマネージする方
法及びシステムを提供する。このシステムは、ＦＥＰｒ
ｏｍマネージャ及びファイルシステムとして説明する。
ＦＥＰｒｏｍマネージャは、ＦＥＰｒｏｍのメモリの割
り当てと割り当て解除とを管理する。ファイルシステム
は、ハイアラーキ式のディレクトリシステムであり、Ｆ
ＥＰｒｏｍマネージャを用いてメモリの割り当て及び割
り当て解除を行う。或いは又、ＦＥＰｒｏｍマネージャ
及びファイルシステムは、ある最適化を達成するように
一体化することができる。しかしながら、個別のＦＥＰ
ｒｏｍマネージャを使用することによりＦＥＰｒｏｍは
異なるファイルシステムからのデータや非ファイルシス
テムデータも記憶することができる。
【００２３】
【実施例】本発明のＦＥＰｒｏｍマネージャは、ブロッ
ク消去可能なＦＥＰｒｏｍにおいて自由スペースの割り
当て、割り当てられたスペースの割り当て解除、及び割
り当て解除されたスペースのリクレイミングを行う。図
２６に示す好ましい実施例では、ＦＥＰｒｏｍの各ブロ
ックが、ブロック割り当て構造体２３０２と、データ領
域２３０３と、自由スペース２３０４とを含んでいる。
ブロック割り当て構造体２３０２は、ヘッダ及び割り当
てアレイを含んでいる。ヘッダは、ブロックの状態情報
を含む固定長さの構造体である。割り当てアレイは可変
長さであり、割り当てアレイのエントリはデータ領域を
記述する。テーブルＡは、ブロック割り当て構造体のデ
ータ構造を示している。この構造体は、構造体変数の記
述と共にＣプログラミング言語フォーマットで示されて
いる。アレイのＡｌｌｏｃは、割り当てアレイであり、
他の変数がヘッダを構成する。データ領域は、ＦＥＰｒ
ｏｍに記憶されたデータを保持する可変長さの領域であ
る。自由スペース２３０４は、ブロック割り当て構造体
又はデータ領域に割り当てられないスペースである。ブ
ロック割り当て構造体２３０２及びデータ領域２３０３
はブロックの両端に割り当てられる。領域が追加される
ときには、ブロック割り当て構造体２３０２及びデータ
領域が矢印２３０５及び２３０６によって示されたよう
に互いに向かって成長する。ブロック割り当て構造体の
Ａｌｌｏｃエントリは、ブロックの対応領域に対するオ
フセット２３１０−２３１５を含んでいる。好ましい実
施例においては、ブロック割り当て構造体が、その領域
に記憶されたデータに対して特定のデータを含んでい
る。
ク消去可能なＦＥＰｒｏｍにおいて自由スペースの割り
当て、割り当てられたスペースの割り当て解除、及び割
り当て解除されたスペースのリクレイミングを行う。図
２６に示す好ましい実施例では、ＦＥＰｒｏｍの各ブロ
ックが、ブロック割り当て構造体２３０２と、データ領
域２３０３と、自由スペース２３０４とを含んでいる。
ブロック割り当て構造体２３０２は、ヘッダ及び割り当
てアレイを含んでいる。ヘッダは、ブロックの状態情報
を含む固定長さの構造体である。割り当てアレイは可変
長さであり、割り当てアレイのエントリはデータ領域を
記述する。テーブルＡは、ブロック割り当て構造体のデ
ータ構造を示している。この構造体は、構造体変数の記
述と共にＣプログラミング言語フォーマットで示されて
いる。アレイのＡｌｌｏｃは、割り当てアレイであり、
他の変数がヘッダを構成する。データ領域は、ＦＥＰｒ
ｏｍに記憶されたデータを保持する可変長さの領域であ
る。自由スペース２３０４は、ブロック割り当て構造体
又はデータ領域に割り当てられないスペースである。ブ
ロック割り当て構造体２３０２及びデータ領域２３０３
はブロックの両端に割り当てられる。領域が追加される
ときには、ブロック割り当て構造体２３０２及びデータ
領域が矢印２３０５及び２３０６によって示されたよう
に互いに向かって成長する。ブロック割り当て構造体の
Ａｌｌｏｃエントリは、ブロックの対応領域に対するオ
フセット２３１０−２３１５を含んでいる。好ましい実
施例においては、ブロック割り当て構造体が、その領域
に記憶されたデータに対して特定のデータを含んでい
る。
【００２４】 テーブルＡ データ構造体 struct BlockAllocation ｛ struct ｛ byte Status; byte Offset[3]; word Len; ｝ Alloc [ ]; dword BootRecordPtr dword EraseCount; word BlockSeq; word BlockSeqChecksum; word Status; ｝ 定義 Alloc ブロック内の領域を定める可変長さアレイ構造体 Status 領域の状態 ビット# 5-2 1111 未使用 1011 中間状態 0111 自由 0011 割り当てられた 0001 割り当て解除された 0010 取って代わられた 0000 ゼロ 7-6 11 未使用エントリ 10 最終エントリ 00 非最終エントリ Offset この領域のブロックの開始に対するオフセット Len 領域の長さ( 単位バイト) BootRecordPtr FEPromがファイル記憶装置として使用されるとき に記録をブートするための処理 EraseCount ブロックを消去した回数 Blockseq FEProm内のブロックの論理シーケンス BlockSeqChecksum ブロックシーケンス番号のチェック和 Status ビット# 1-0 11 ブロックにないブート記録(FEProm がファイルシス テムデータを含むとき） 10 ブロックのブート記録 00 取って代わられたブート記録 15-10 110000 レディ 0XXXXX QueuedForErasure 111111 消去された 111110 UpdateInProcess 111100 スペアブロック 111000 ReclaimationInProcess 000000 リアタイアされた
【００２５】ＦＥＰｒｏｍマネージャは、Ａｌｌｏｃエ
ントリを追加し、自由スペース内の第１位置を指すよう
に可変オフセットをセットし、変数Ｌｅｎを領域の長さ
にセットし、そして割り当てられたことを指示するよう
に変数Ｓｔａｔｕｓをセットすることによりブロック内
のデータ領域を割り当てる。ＦＥＰｒｏｍマネージャ
は、対応するＡｌｌｏｃエントリにおける変数Ｓｔａｔ
ｕｓを割り当て解除された状態にセットすることにより
領域の割り当て解除を行う。割り当て解除されたスペー
スは一般に再割り当てには使用できない。というのは、
非ＦＮＵＬＬ値にセットされているからである。割り当
て解除されたスペースは、再割り当てされる前にＦＮＵ
ＬＬにセットされる。割り当て解除されたスペースをＦ
ＮＵＬＬにセットしそして割り当てに使用できるように
するプロセスは、ブロックリクレイミングである。割り
当て解除されたスペースは、割り当てられた領域を第２
のブロックにコピーしそして第２のブロックのＡｌｌｏ
ｃエントリを新たなオフセットを指すようにセットする
ことによりリクレイミングされる。ブロックのリクレイ
ミングプロセスは、第２ブロックのＡｌｌｏｃエントリ
がブロックヘッダに対しコピー元ブロックにあったのと
同じ位置になるように確保する。ＦＥＰｒｏｍマネージ
ャは、論理ブロックシーケンス番号であるヘッダの変数
ＢｌｏｃｋＳｅｑを使用して、データの特定の論理ブロ
ックを識別する。リクレイミング中に、ブロックがコピ
ーされるときには、物理的なブロック番号が変化する
が、論理的なブロックシーケンス番号は変化しない。
ントリを追加し、自由スペース内の第１位置を指すよう
に可変オフセットをセットし、変数Ｌｅｎを領域の長さ
にセットし、そして割り当てられたことを指示するよう
に変数Ｓｔａｔｕｓをセットすることによりブロック内
のデータ領域を割り当てる。ＦＥＰｒｏｍマネージャ
は、対応するＡｌｌｏｃエントリにおける変数Ｓｔａｔ
ｕｓを割り当て解除された状態にセットすることにより
領域の割り当て解除を行う。割り当て解除されたスペー
スは一般に再割り当てには使用できない。というのは、
非ＦＮＵＬＬ値にセットされているからである。割り当
て解除されたスペースは、再割り当てされる前にＦＮＵ
ＬＬにセットされる。割り当て解除されたスペースをＦ
ＮＵＬＬにセットしそして割り当てに使用できるように
するプロセスは、ブロックリクレイミングである。割り
当て解除されたスペースは、割り当てられた領域を第２
のブロックにコピーしそして第２のブロックのＡｌｌｏ
ｃエントリを新たなオフセットを指すようにセットする
ことによりリクレイミングされる。ブロックのリクレイ
ミングプロセスは、第２ブロックのＡｌｌｏｃエントリ
がブロックヘッダに対しコピー元ブロックにあったのと
同じ位置になるように確保する。ＦＥＰｒｏｍマネージ
ャは、論理ブロックシーケンス番号であるヘッダの変数
ＢｌｏｃｋＳｅｑを使用して、データの特定の論理ブロ
ックを識別する。リクレイミング中に、ブロックがコピ
ーされるときには、物理的なブロック番号が変化する
が、論理的なブロックシーケンス番号は変化しない。
【００２６】ＦＥＰｒｏｍマネージャは、領域のスター
トアドレスではなくて割り当てられた領域に対するハン
ドルを与える。このハンドルは、２つの部分、即ち
（１）物理的なブロックを間接的に参照する論理ブロッ
クシーケンス番号と、（２）物理的なブロック内の領域
を間接的に参照するＡｌｌｏｃエントリに対するインデ
ックスとを含んでいる。ハンドルは、論理的なブロック
シーケンス番号に対応する物理的なブロックを決定しそ
してハンドルのインデックス部分によって指示されたＡ
ｌｌｏｃエントリの変数Ｏｆｆｓｅｔをアクセスしてそ
の変数Ｏｆｆｓｅｔを物理的なブロックのスタートアド
レスに加えることにより参照解除される。この参照解除
により領域のアドレスが形成される。ハンドルを使用す
ると、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、存在するかもしれな
いデータ領域へのリンクを調整せずにブロックをリクレ
イミングすることができる。更新しなければならないも
のは、メモリ内にあって論理ブロックシーケンス番号を
物理的なブロックに対してマップする変換キャッシュ
（以下で説明する）と、Ａｌｌｏｃアレイのオフセット
だけである。ハンドルが参照解除されるときには、新た
なオフセットを用いて正しいアドレスが形成される。図
２９は、９の論理ブロックシーケンス番号２５０２と、
３のＡｌｌｏｃインデックス２５０３とを有するハンド
ル２５０１の参照解除を示している。ブロック変換キャ
ッシュ２５０４は、論理的なブロック番号を物理的なブ
ロック番号に対してマップする。ＦＥＰｒｏｍマネージ
ャはキャッシュを維持する。ある物理的なブロックがブ
ロックのリクレイミング中に別の物理的なブロックへ移
動されるときには、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、論理ブ
ロックシーケンス番号を新たな物理的ブロックにマップ
するように変換キャッシュを調整する。図２９の例にお
いては、論理ブロックシーケンス番号９が物理的ブロッ
ク１４ ２５０５へとマップされる。物理的なブロック
番号１４に対するＡｌｌｏｃアレイは、ハンドル２５０
１のＡｌｌｏｃインデックス２５０３によって指示され
る。Ａｌｌｏｃ〔３〕エントリの変数Ｏｆｆｓｅｔは、
物理的なブロック番号１４ ２５０５に領域３ ２５０
６のオフセットを含んでいる。領域３ ２５０６のアド
レスは、物理的なブロック２５０５のアドレスにオフセ
ットを追加することによって決定される。
トアドレスではなくて割り当てられた領域に対するハン
ドルを与える。このハンドルは、２つの部分、即ち
（１）物理的なブロックを間接的に参照する論理ブロッ
クシーケンス番号と、（２）物理的なブロック内の領域
を間接的に参照するＡｌｌｏｃエントリに対するインデ
ックスとを含んでいる。ハンドルは、論理的なブロック
シーケンス番号に対応する物理的なブロックを決定しそ
してハンドルのインデックス部分によって指示されたＡ
ｌｌｏｃエントリの変数Ｏｆｆｓｅｔをアクセスしてそ
の変数Ｏｆｆｓｅｔを物理的なブロックのスタートアド
レスに加えることにより参照解除される。この参照解除
により領域のアドレスが形成される。ハンドルを使用す
ると、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、存在するかもしれな
いデータ領域へのリンクを調整せずにブロックをリクレ
イミングすることができる。更新しなければならないも
のは、メモリ内にあって論理ブロックシーケンス番号を
物理的なブロックに対してマップする変換キャッシュ
（以下で説明する）と、Ａｌｌｏｃアレイのオフセット
だけである。ハンドルが参照解除されるときには、新た
なオフセットを用いて正しいアドレスが形成される。図
２９は、９の論理ブロックシーケンス番号２５０２と、
３のＡｌｌｏｃインデックス２５０３とを有するハンド
ル２５０１の参照解除を示している。ブロック変換キャ
ッシュ２５０４は、論理的なブロック番号を物理的なブ
ロック番号に対してマップする。ＦＥＰｒｏｍマネージ
ャはキャッシュを維持する。ある物理的なブロックがブ
ロックのリクレイミング中に別の物理的なブロックへ移
動されるときには、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、論理ブ
ロックシーケンス番号を新たな物理的ブロックにマップ
するように変換キャッシュを調整する。図２９の例にお
いては、論理ブロックシーケンス番号９が物理的ブロッ
ク１４ ２５０５へとマップされる。物理的なブロック
番号１４に対するＡｌｌｏｃアレイは、ハンドル２５０
１のＡｌｌｏｃインデックス２５０３によって指示され
る。Ａｌｌｏｃ〔３〕エントリの変数Ｏｆｆｓｅｔは、
物理的なブロック番号１４ ２５０５に領域３ ２５０
６のオフセットを含んでいる。領域３ ２５０６のアド
レスは、物理的なブロック２５０５のアドレスにオフセ
ットを追加することによって決定される。
【００２７】図３３は、ブロック内に新たな領域を割り
当てる領域割り当てルーチンの流れ線図である。このル
ーチンに対する入力パラメータは、その領域に記憶すべ
きデータと、データの長さである。このルーチンは、割
り当てられた領域にハンドルを返送する。或いは又、こ
のルーチンはデータを書き込まず、単にスペースを割り
当てる。このルーチンは、ブロックが領域に対して充分
な自由スペースと、追加のＡｌｌｏｃエントリとを有す
ると仮定する。図３５は、Ａｌｌｏｃエントリのステー
タスに対する状態図である。Ａｌｌｏｃエントリは、次
のステータスのうちの１つである。即ち、未使用、割り
当てられた状態、割り当て解除された状態、取って代わ
られた状態、自由、又はゼロである。又、エントリは、
割り当てが処理中である間は移行状態にある。エントリ
が未使用である場合には、Ａｌｌｏｃアレイの最後のエ
ントリを通過しており、即ちアレイの一部分ではない。
エントリが割り当てられた場合には、それに対応する領
域が現在割り当てられる。エントリが割り当て解除され
る場合には、それに対応する領域が不要であるが、その
領域はまだリクレイミングされていない。エントリが取
って代わられる場合には、別のＡｌｌｏｃエントリ（単
数又は複数）がその同じデータ領域に対応する。リクレ
イミング中、取って代わられたエントリにあるデータは
無視される。というのは、別のエントリ（単数又は複
数）がデータ領域を指すからである。エントリが自由の
場合には、それに対応する領域がリクレイミングされて
おり、新たな領域がブロックに追加されたときにＡｌｌ
ｏｃエントリを再使用することが出来る。エントリがゼ
ロの場合には、エントリへの書き込み中に問題が生じて
おり、消去されるまで使用されない。エントリが割り当
てにおいてプロセス移行状態にある場合には、エントリ
におけるデータの若干は有効であるが必ずしも全部では
ない。
当てる領域割り当てルーチンの流れ線図である。このル
ーチンに対する入力パラメータは、その領域に記憶すべ
きデータと、データの長さである。このルーチンは、割
り当てられた領域にハンドルを返送する。或いは又、こ
のルーチンはデータを書き込まず、単にスペースを割り
当てる。このルーチンは、ブロックが領域に対して充分
な自由スペースと、追加のＡｌｌｏｃエントリとを有す
ると仮定する。図３５は、Ａｌｌｏｃエントリのステー
タスに対する状態図である。Ａｌｌｏｃエントリは、次
のステータスのうちの１つである。即ち、未使用、割り
当てられた状態、割り当て解除された状態、取って代わ
られた状態、自由、又はゼロである。又、エントリは、
割り当てが処理中である間は移行状態にある。エントリ
が未使用である場合には、Ａｌｌｏｃアレイの最後のエ
ントリを通過しており、即ちアレイの一部分ではない。
エントリが割り当てられた場合には、それに対応する領
域が現在割り当てられる。エントリが割り当て解除され
る場合には、それに対応する領域が不要であるが、その
領域はまだリクレイミングされていない。エントリが取
って代わられる場合には、別のＡｌｌｏｃエントリ（単
数又は複数）がその同じデータ領域に対応する。リクレ
イミング中、取って代わられたエントリにあるデータは
無視される。というのは、別のエントリ（単数又は複
数）がデータ領域を指すからである。エントリが自由の
場合には、それに対応する領域がリクレイミングされて
おり、新たな領域がブロックに追加されたときにＡｌｌ
ｏｃエントリを再使用することが出来る。エントリがゼ
ロの場合には、エントリへの書き込み中に問題が生じて
おり、消去されるまで使用されない。エントリが割り当
てにおいてプロセス移行状態にある場合には、エントリ
におけるデータの若干は有効であるが必ずしも全部では
ない。
【００２８】図３５を参照すれば、全てのエントリは最
初は未使用状態３１０１にあり、ブロックが消去された
ときに未使用状態３１０１へ移行する。エントリは、未
使用状態３１０１から割り当て進行状態３１０４を経て
割り当て状態３１０３へ移行する。自由状態３１０２に
あるエントリは割り当て状態３１０３へ移行する。未使
用状態３１０１にあるエントリは、そのエントリが割り
当て解除されるか又は取って代わられて、リクレイミン
グされるべきブロック内の最後に割り当てられたエント
リの後に探索されないときに、ブロックリクレイミング
によって自由状態３１０２へ移行する。割り当てられた
状態３１０３にあるエントリは、対応する領域が割り当
て解除されたときに割り当て解除状態３１０５に移行す
る。割り当てられた状態３１０５にあるエントリは、同
じ領域に対応する別の１つ又は複数のエントリが割り当
てられたときに、取って代わられた状態３１０６へ移行
する。最後に、いかなる状態にあるエントリも、そのエ
ントリに対する書き込みエラーの際にはゼロ状態３１０
７へ移行する。
初は未使用状態３１０１にあり、ブロックが消去された
ときに未使用状態３１０１へ移行する。エントリは、未
使用状態３１０１から割り当て進行状態３１０４を経て
割り当て状態３１０３へ移行する。自由状態３１０２に
あるエントリは割り当て状態３１０３へ移行する。未使
用状態３１０１にあるエントリは、そのエントリが割り
当て解除されるか又は取って代わられて、リクレイミン
グされるべきブロック内の最後に割り当てられたエント
リの後に探索されないときに、ブロックリクレイミング
によって自由状態３１０２へ移行する。割り当てられた
状態３１０３にあるエントリは、対応する領域が割り当
て解除されたときに割り当て解除状態３１０５に移行す
る。割り当てられた状態３１０５にあるエントリは、同
じ領域に対応する別の１つ又は複数のエントリが割り当
てられたときに、取って代わられた状態３１０６へ移行
する。最後に、いかなる状態にあるエントリも、そのエ
ントリに対する書き込みエラーの際にはゼロ状態３１０
７へ移行する。
【００２９】図３３を参照すれば、ブロック２９０１に
おいて、システムはＡｌｌｏｃエントリが自由の状態に
あるかどうかを判断する。このようなエントリが見つか
った場合には、システムはそのエントリを再使用し、ブ
ロック２９０２へ続くが、さもなくば、ブロック２９０
３へ続く。ブロック２９０２において、システムは自由
のＡｌｌｏｃエントリを選択し、ブロック２９０５へ続
く。ブロック２９０３において、システムは新たなＡｌ
ｌｏｃエントリを選択し、ブロック２９０４へ続く。新
たなＡｌｌｏｃエントリは、最終とマークされたエント
リの直後のエントリである。ブロック２９０４におい
て、システムは、選択されたＡｌｌｏｃエントリに対し
て変数Ｓｔａｔｕｓをセットし、割り当てが進行中であ
ることを指示する。割り当て進行中状態は、データが一
貫した状態にないかもしれないことを指示する移行状態
である。ブロック２９０５において、システムは変数Ｏ
ｆｆｓｅｔ及びＬｅｎをセットし、自由スペースの第１
位置から始まってデータ領域にデータを書き込む。ブロ
ック２９０６において、Ａｌｌｏｃエントリが新規であ
った場合には、システムはブロック２９０７へ続くが、
さもなくば、システムはブロック２９０８へ続く。ブロ
ック２９０７において、システムは手前の最終Ａｌｌｏ
ｃエントリのステータスをリセットし、もはやＡｌｌｏ
ｃ構造体の最終エントリでないことを指示する。ブロッ
ク２９０８において、システムは、選択されたＡｌｌｏ
ｃエントリに対する変数Ｓｔａｔｕｓを割り当てられた
状態にセットし、データが今や一貫した状態にあること
を指示する。次いで、システムは割り当てを終了する。
おいて、システムはＡｌｌｏｃエントリが自由の状態に
あるかどうかを判断する。このようなエントリが見つか
った場合には、システムはそのエントリを再使用し、ブ
ロック２９０２へ続くが、さもなくば、ブロック２９０
３へ続く。ブロック２９０２において、システムは自由
のＡｌｌｏｃエントリを選択し、ブロック２９０５へ続
く。ブロック２９０３において、システムは新たなＡｌ
ｌｏｃエントリを選択し、ブロック２９０４へ続く。新
たなＡｌｌｏｃエントリは、最終とマークされたエント
リの直後のエントリである。ブロック２９０４におい
て、システムは、選択されたＡｌｌｏｃエントリに対し
て変数Ｓｔａｔｕｓをセットし、割り当てが進行中であ
ることを指示する。割り当て進行中状態は、データが一
貫した状態にないかもしれないことを指示する移行状態
である。ブロック２９０５において、システムは変数Ｏ
ｆｆｓｅｔ及びＬｅｎをセットし、自由スペースの第１
位置から始まってデータ領域にデータを書き込む。ブロ
ック２９０６において、Ａｌｌｏｃエントリが新規であ
った場合には、システムはブロック２９０７へ続くが、
さもなくば、システムはブロック２９０８へ続く。ブロ
ック２９０７において、システムは手前の最終Ａｌｌｏ
ｃエントリのステータスをリセットし、もはやＡｌｌｏ
ｃ構造体の最終エントリでないことを指示する。ブロッ
ク２９０８において、システムは、選択されたＡｌｌｏ
ｃエントリに対する変数Ｓｔａｔｕｓを割り当てられた
状態にセットし、データが今や一貫した状態にあること
を指示する。次いで、システムは割り当てを終了する。
【００３０】上記したように、ＦＥＰｒｏｍのブロック
の性能は、消去カウントが増加するにつれて低下する。
各ブロックの消去カウントをほぼ等しく（均等化したと
称する）維持することが好ましい。通常の動作において
は、消去カウントが均等化されない。例えば、実行可能
なファイルがブロックに書き込まれた場合には、そのブ
ロックを消去する必要は決して生じない。従って、その
ブロックの消去カウントは、他のブロックの消去カウン
トが増加しても一定のままである。好ましい実施例では
ブロックの消去カウントを均等化するために多数の解決
策を使用する。まず、ブートアップ中又はＦＥＰｒｏｍ
がロードされるときに（初期化）、ＦＥＰｒｏｍマネー
ジャはブロックを走査して、ＦＥＰｒｏｍをマネージす
るデータを得る。好ましい実施例では、このデータが各
ブロックの消去カウントを含んでいる。消去カウントの
均等化を助けるために、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、消
去カウントの大きいブロックのデータと、消去カウント
の低いブロックのデータをスワッピングする。このスワ
ッピングは時間がかかるので、初期化中に生じるスワッ
ピングの回数を最小にすることが望ましい。更に、スワ
ッピングは、消去カウントの差がスレッシュホールド値
又は比を越えたときだけ実行すればよい。第２に、ＦＥ
Ｐｒｏｍマネージャがブロックに対してリクレイミング
を実行するときには、消去カウントの小さい使用可能な
ブロックを選択するのが好ましい。第３に、ＦＥＰｒｏ
ｍマネージャが領域を割り当てるときには、消去カウン
トの低いブロックの領域を割り当てる。第４に、ＦＥＰ
ｒｏｍマネージャはブロックの消去回数を追跡する。消
去の回数がスレッシュホールド値を越えた場合には、Ｆ
ＥＰｒｏｍマネージャは、２つのブロックに対する消去
カウントの差がスレッシュホールド値又は比を越えたか
どうかを決定する。そのスレッシュホールド値を越えた
場合には、マネージャはそれらブロックのデータをスワ
ッピングする。
の性能は、消去カウントが増加するにつれて低下する。
各ブロックの消去カウントをほぼ等しく（均等化したと
称する）維持することが好ましい。通常の動作において
は、消去カウントが均等化されない。例えば、実行可能
なファイルがブロックに書き込まれた場合には、そのブ
ロックを消去する必要は決して生じない。従って、その
ブロックの消去カウントは、他のブロックの消去カウン
トが増加しても一定のままである。好ましい実施例では
ブロックの消去カウントを均等化するために多数の解決
策を使用する。まず、ブートアップ中又はＦＥＰｒｏｍ
がロードされるときに（初期化）、ＦＥＰｒｏｍマネー
ジャはブロックを走査して、ＦＥＰｒｏｍをマネージす
るデータを得る。好ましい実施例では、このデータが各
ブロックの消去カウントを含んでいる。消去カウントの
均等化を助けるために、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、消
去カウントの大きいブロックのデータと、消去カウント
の低いブロックのデータをスワッピングする。このスワ
ッピングは時間がかかるので、初期化中に生じるスワッ
ピングの回数を最小にすることが望ましい。更に、スワ
ッピングは、消去カウントの差がスレッシュホールド値
又は比を越えたときだけ実行すればよい。第２に、ＦＥ
Ｐｒｏｍマネージャがブロックに対してリクレイミング
を実行するときには、消去カウントの小さい使用可能な
ブロックを選択するのが好ましい。第３に、ＦＥＰｒｏ
ｍマネージャが領域を割り当てるときには、消去カウン
トの低いブロックの領域を割り当てる。第４に、ＦＥＰ
ｒｏｍマネージャはブロックの消去回数を追跡する。消
去の回数がスレッシュホールド値を越えた場合には、Ｆ
ＥＰｒｏｍマネージャは、２つのブロックに対する消去
カウントの差がスレッシュホールド値又は比を越えたか
どうかを決定する。そのスレッシュホールド値を越えた
場合には、マネージャはそれらブロックのデータをスワ
ッピングする。
【００３１】ＦＥＰｒｏｍマネージャは、各物理的なブ
ロックのヘッダに消去カウントを維持するのが好まし
い。ブロックが消去されたときには、ＦＥＰｒｏｍマネ
ージャは、増加された消去カウントをブロックヘッダに
書き込んで戻す。ブロックがコピーされたときには、消
去カウントが転送されない。各ブロックはそれ自身の消
去カウントを保持する。或いは又、消去カウントは単一
のブロックに記憶することができる。しかしながら、こ
の別の方法は、好ましい方法以上に幾つかの欠点があ
る。第１に、単一のブロックに欠陥が生じると、全ての
消去カウントが失われる。第２に、ブロックが消去され
ると、消去カウントブロックを更新しなければならな
い。最終的に、消去カウントブロックは消去され、再書
き込みされねばならない。
ロックのヘッダに消去カウントを維持するのが好まし
い。ブロックが消去されたときには、ＦＥＰｒｏｍマネ
ージャは、増加された消去カウントをブロックヘッダに
書き込んで戻す。ブロックがコピーされたときには、消
去カウントが転送されない。各ブロックはそれ自身の消
去カウントを保持する。或いは又、消去カウントは単一
のブロックに記憶することができる。しかしながら、こ
の別の方法は、好ましい方法以上に幾つかの欠点があ
る。第１に、単一のブロックに欠陥が生じると、全ての
消去カウントが失われる。第２に、ブロックが消去され
ると、消去カウントブロックを更新しなければならな
い。最終的に、消去カウントブロックは消去され、再書
き込みされねばならない。
【００３２】図３２は、ブロック消去可能なＦＥＰｒｏ
ｍのどのブロックを使用して領域を割り当てるかを選択
するブロック割り当てルーチンの流れ線図である。ＦＥ
Ｐｒｏｍマネージャは、多数のファクタに基づいてどの
ブロックを割り当てるかを決定する。まず、ＦＥＰｒｏ
ｍマネージャは、消去カウントが最も低い充分な自由ス
ペースを有するブロックを割り当てる。消去カウントの
低いブロックを割り当てることは、ブロックの均等化を
確保する上で助けとなる。第２に、ＦＥＰｒｏｍマネー
ジャは、充分な自由スペースをもつブロックがない場合
には多数のブロックを割り当てる。データは、異なるブ
ロックに各々記憶された多数の領域に分割される。第３
に、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、あまりに多数の部分が
生じるときには割り当てを許さない。このルーチンに対
する入力パラメータは、割り当てられるべき領域の長さ
と、領域を多数のブロックに記憶できるかどうかであ
る。ブロック２８０１において、システムは、データを
記憶するに充分な自由スペースを有する全てのブロック
を選択する。好ましい実施例において、システムは、自
由スペースの開始位置とＡｌｌｏｃエントリの数とに基
づいて自由スペースの長さを決定する。このデータは、
初期化中及び必要に応じて更新される間にＦＥＰｒｏｍ
マネージャバッファに記憶されるのが好ましい。又、シ
ステムは、もし必要ならば、新たなＡｌｌｏｃエントリ
を追加するに充分なスペースが存在するよう確保する。
１つの実施例において、システムは、ブロックが充分な
自由スペースを有しているかどうかを決定する前に、リ
クレイミング基準に合致するブロックに対してブロック
リクレイミングを実行する。別の実施例においては、充
分な自由スペースがないと決定されるまでリクレイミン
グは行われない。ブロック２８０２においては、少なく
とも１つのブロックが選択された場合に、領域を保持す
るに充分な自由スペースが単一ブロックにあり、システ
ムはブロック２８０３に続き、さもなくば、システムは
ブロック２８０４に続く。ブロック２８０３において、
システムは、選択されたブロックのどれが最も低い消去
カウントを有するかを決定し、そのブロックを割り当て
ると共に、システムはブロックの割り当てを終了する。
ブロック２８０４においては、システムは、領域データ
を保持するに充分な自由スペースを有する１組のブロッ
クを選択する。ブロック２８０５においては、全自由ス
ペースと割り当て解除されたスペースがデータを保持す
るに充分でないか或いはあまりに多数の部分がある場合
に、システムはブロック２８０７へ続き、さもなくば、
システムはブロック２８０６へ続く。領域データを単一
ブロックに記憶しなければならない場合には、２つのブ
ロックを選択すると、部分が多数になり過ぎる。又、デ
ータを多数のブロックに記憶すべき場合には、リクレイ
ミングが適当である。ブロック２８０６において、シス
テムは選択されたブロックを割り当て、ブロックの割り
当てが終了する。ブロック２８０７において、全てのブ
ロックがリクレイミングされた場合には、ＦＥＰｒｏｍ
にはデータを記憶するに充分な余裕がなく、ブロックの
割り当てが終了するか、さもなくば、システムはブロッ
ク２８０８へ続く。ブロック２８０８において、システ
ムはブロックをリクレイミングし、ブロック２８０１へ
進んで、新たな充分な自由スペースがあるかどうかを決
定する。
ｍのどのブロックを使用して領域を割り当てるかを選択
するブロック割り当てルーチンの流れ線図である。ＦＥ
Ｐｒｏｍマネージャは、多数のファクタに基づいてどの
ブロックを割り当てるかを決定する。まず、ＦＥＰｒｏ
ｍマネージャは、消去カウントが最も低い充分な自由ス
ペースを有するブロックを割り当てる。消去カウントの
低いブロックを割り当てることは、ブロックの均等化を
確保する上で助けとなる。第２に、ＦＥＰｒｏｍマネー
ジャは、充分な自由スペースをもつブロックがない場合
には多数のブロックを割り当てる。データは、異なるブ
ロックに各々記憶された多数の領域に分割される。第３
に、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、あまりに多数の部分が
生じるときには割り当てを許さない。このルーチンに対
する入力パラメータは、割り当てられるべき領域の長さ
と、領域を多数のブロックに記憶できるかどうかであ
る。ブロック２８０１において、システムは、データを
記憶するに充分な自由スペースを有する全てのブロック
を選択する。好ましい実施例において、システムは、自
由スペースの開始位置とＡｌｌｏｃエントリの数とに基
づいて自由スペースの長さを決定する。このデータは、
初期化中及び必要に応じて更新される間にＦＥＰｒｏｍ
マネージャバッファに記憶されるのが好ましい。又、シ
ステムは、もし必要ならば、新たなＡｌｌｏｃエントリ
を追加するに充分なスペースが存在するよう確保する。
１つの実施例において、システムは、ブロックが充分な
自由スペースを有しているかどうかを決定する前に、リ
クレイミング基準に合致するブロックに対してブロック
リクレイミングを実行する。別の実施例においては、充
分な自由スペースがないと決定されるまでリクレイミン
グは行われない。ブロック２８０２においては、少なく
とも１つのブロックが選択された場合に、領域を保持す
るに充分な自由スペースが単一ブロックにあり、システ
ムはブロック２８０３に続き、さもなくば、システムは
ブロック２８０４に続く。ブロック２８０３において、
システムは、選択されたブロックのどれが最も低い消去
カウントを有するかを決定し、そのブロックを割り当て
ると共に、システムはブロックの割り当てを終了する。
ブロック２８０４においては、システムは、領域データ
を保持するに充分な自由スペースを有する１組のブロッ
クを選択する。ブロック２８０５においては、全自由ス
ペースと割り当て解除されたスペースがデータを保持す
るに充分でないか或いはあまりに多数の部分がある場合
に、システムはブロック２８０７へ続き、さもなくば、
システムはブロック２８０６へ続く。領域データを単一
ブロックに記憶しなければならない場合には、２つのブ
ロックを選択すると、部分が多数になり過ぎる。又、デ
ータを多数のブロックに記憶すべき場合には、リクレイ
ミングが適当である。ブロック２８０６において、シス
テムは選択されたブロックを割り当て、ブロックの割り
当てが終了する。ブロック２８０７において、全てのブ
ロックがリクレイミングされた場合には、ＦＥＰｒｏｍ
にはデータを記憶するに充分な余裕がなく、ブロックの
割り当てが終了するか、さもなくば、システムはブロッ
ク２８０８へ続く。ブロック２８０８において、システ
ムはブロックをリクレイミングし、ブロック２８０１へ
進んで、新たな充分な自由スペースがあるかどうかを決
定する。
【００３３】図３４は、ブロック内の割り当て解除され
た領域をリクレイミングするブロックリクレイミングル
ーチンの流れ線図である。入力パラメータは、リクレイ
ミングされるべきブロックの数と、スペアブロックの物
理的な番号とである。ブロックは、多数の種々の時間に
リクレイミングされる。第１に、割り当て要求を満たす
充分な自由スペースがないときには、ブロックがリクレ
イミングされる（上記したように）。第２に、ＦＥＰｒ
ｏｍマネージャは、ＦＥＰｒｏｍへの書き込みアクセス
の回数を追跡することができる。書き込み回数がスレッ
シュホールド数を越えた場合には、マネージャがいずれ
かのブロックをリクレイミングすべきかどうかを決定す
る。割り当て解除されたスペースとブロックサイズとの
比がスレッシュホールド値を越えたときにはブロックを
リクレイミングしなければならない。当業者に明らかな
ように、例えば、ＦＥＰｒｏｍが最初にロードされると
きのような別の時間にブロックリクレイミングを行うこ
ともできる。ＦＥＰｒｏｍマネージャは、割り当てられ
た領域をスペアブロック、即ち消去されたブロックへコ
ピーすることによりブロックをリクレイミングする。割
り当てられた領域のみをコピーすることにより、割り当
て解除された領域がリクレイミングされる。或いは又、
ＦＥＰｒｏｍマネージャは、割り当てられた領域を非Ｆ
ＥＰｒｏｍメモリへコピーし、次いで、ブロックを消去
し、そして領域をブロックへコピーして戻す。しかしな
がら、この方法は、割り当てられた領域を記憶するに充
分な非ＦＥＰｒｏｍメモリを必要とし、消去の後であっ
て且つブロックが再書き込みされる前に停電が生じたと
すれば、データを失うおそれがある。好ましい方法にお
いては、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、リクレイミングさ
れるべきブロック内の割り当てられた領域をスペアブロ
ックへコピーすると共に、そのスペアブロック内の新た
な領域位置を表す変数Ｏｆｆｓｅｔを調整するブロック
割り当て構造体をコピーする。図２７は、領域１及び５
をリクレイミングした後の図２６のブロックレイアウト
の例を示している。割り当てられた領域は隣接するよう
にコピーされている。対応するＡｌｌｏｃエントリは、
新たな領域位置を指すように更新される。たとえ領域１
がリクレイミングされていてもＡｌｌｏｃ〔１〕エント
リは依然として必要とされる。ハンドルを使用するため
に、全てのＡｌｌｏｃエントリはブロック割り当て構造
体においてそれらの同じ位置を維持しなければならな
い。しかしながら、Ａｌｌｏｃ〔１〕エントリに対する
変数Ｓｔａｔｕｓは自由状態にセットされ、これを用い
て、リクレイミングされたブロックに追加される次の位
置を指すことができる。Ａｌｌｏｃ〔５〕エントリの後
にはＡｌｌｏｃ入力はないので、ハンドルに対するプレ
ースホルダーとして必要とされず、除去されている。Ａ
ｌｌｏｃ〔４〕エントリの位置状態は、それがＡｌｌｏ
ｃアレイにおける最終エントリであることを指示する。
た領域をリクレイミングするブロックリクレイミングル
ーチンの流れ線図である。入力パラメータは、リクレイ
ミングされるべきブロックの数と、スペアブロックの物
理的な番号とである。ブロックは、多数の種々の時間に
リクレイミングされる。第１に、割り当て要求を満たす
充分な自由スペースがないときには、ブロックがリクレ
イミングされる（上記したように）。第２に、ＦＥＰｒ
ｏｍマネージャは、ＦＥＰｒｏｍへの書き込みアクセス
の回数を追跡することができる。書き込み回数がスレッ
シュホールド数を越えた場合には、マネージャがいずれ
かのブロックをリクレイミングすべきかどうかを決定す
る。割り当て解除されたスペースとブロックサイズとの
比がスレッシュホールド値を越えたときにはブロックを
リクレイミングしなければならない。当業者に明らかな
ように、例えば、ＦＥＰｒｏｍが最初にロードされると
きのような別の時間にブロックリクレイミングを行うこ
ともできる。ＦＥＰｒｏｍマネージャは、割り当てられ
た領域をスペアブロック、即ち消去されたブロックへコ
ピーすることによりブロックをリクレイミングする。割
り当てられた領域のみをコピーすることにより、割り当
て解除された領域がリクレイミングされる。或いは又、
ＦＥＰｒｏｍマネージャは、割り当てられた領域を非Ｆ
ＥＰｒｏｍメモリへコピーし、次いで、ブロックを消去
し、そして領域をブロックへコピーして戻す。しかしな
がら、この方法は、割り当てられた領域を記憶するに充
分な非ＦＥＰｒｏｍメモリを必要とし、消去の後であっ
て且つブロックが再書き込みされる前に停電が生じたと
すれば、データを失うおそれがある。好ましい方法にお
いては、ＦＥＰｒｏｍマネージャは、リクレイミングさ
れるべきブロック内の割り当てられた領域をスペアブロ
ックへコピーすると共に、そのスペアブロック内の新た
な領域位置を表す変数Ｏｆｆｓｅｔを調整するブロック
割り当て構造体をコピーする。図２７は、領域１及び５
をリクレイミングした後の図２６のブロックレイアウト
の例を示している。割り当てられた領域は隣接するよう
にコピーされている。対応するＡｌｌｏｃエントリは、
新たな領域位置を指すように更新される。たとえ領域１
がリクレイミングされていてもＡｌｌｏｃ〔１〕エント
リは依然として必要とされる。ハンドルを使用するため
に、全てのＡｌｌｏｃエントリはブロック割り当て構造
体においてそれらの同じ位置を維持しなければならな
い。しかしながら、Ａｌｌｏｃ〔１〕エントリに対する
変数Ｓｔａｔｕｓは自由状態にセットされ、これを用い
て、リクレイミングされたブロックに追加される次の位
置を指すことができる。Ａｌｌｏｃ〔５〕エントリの後
にはＡｌｌｏｃ入力はないので、ハンドルに対するプレ
ースホルダーとして必要とされず、除去されている。Ａ
ｌｌｏｃ〔４〕エントリの位置状態は、それがＡｌｌｏ
ｃアレイにおける最終エントリであることを指示する。
【００３４】図３６はブロックの状態を示す状態図であ
る。ブロックの状態は変数Ｓｔａｔｕｓのヘッダに記憶
される。ブロックの状態は、消去３２０１、更新進行中
３２０２、スペア３２０３、リクレイミング進行中３２
０４、レディ３２０５、消去のための待ち行列３２０
６、及びリタイア３２０７である。新たに消去されたブ
ロックは消去状態３２０１である。消去されたブロック
は、通常、更新進行状態３２０２へ移行され、次いで、
スペア状態３２０３へ移行される。更新進行状態３２０
２は、ヘッダ内のあるデータ、例えば消去カウントが更
新されていることを指示する。この更新が完了すると、
ブロックはスペアの状態３２０３へ移行する。更新が失
敗すると、ブロックは消去のための待ち行列状態３２０
６へ移行する。スペア状態３２０３のブロックは、その
ブロックがリクレイミングされているブロックからデー
タを受け取るべきときに、リクレイミング進行状態３２
０４へ移行する。リクレイミング進行状態３２０４は、
ブロック割り当て構造体が一貫した状態にないことを指
示する移行状態である。データが一貫したものになる
と、ブロックはレディ状態３２０５へ移行する。しかし
ながら、リクレイミング進行状態３２０５の間にエラー
が生じた場合には、そのブロックに対してリクレイミン
グが行われた後に、ブロックが消去待ち行列状態３２０
６へ移行する。消去待ち行列状態３２０６にあるブロッ
クは、消去されたときに消去状態３２０１へ移行する。
消去が失敗すると、ブロックはリタイア状態３２０７へ
移行する。それからブロックはリタイア状態に留まる。
ＦＥＰｒｏｍが最初に初期化されるときには、ブロック
がレディ状態又はスペア状態にセットされる。レディ状
態にあるブロックはデータを含むことができ、スペア状
態にあるブロックはデータを含まない。
る。ブロックの状態は変数Ｓｔａｔｕｓのヘッダに記憶
される。ブロックの状態は、消去３２０１、更新進行中
３２０２、スペア３２０３、リクレイミング進行中３２
０４、レディ３２０５、消去のための待ち行列３２０
６、及びリタイア３２０７である。新たに消去されたブ
ロックは消去状態３２０１である。消去されたブロック
は、通常、更新進行状態３２０２へ移行され、次いで、
スペア状態３２０３へ移行される。更新進行状態３２０
２は、ヘッダ内のあるデータ、例えば消去カウントが更
新されていることを指示する。この更新が完了すると、
ブロックはスペアの状態３２０３へ移行する。更新が失
敗すると、ブロックは消去のための待ち行列状態３２０
６へ移行する。スペア状態３２０３のブロックは、その
ブロックがリクレイミングされているブロックからデー
タを受け取るべきときに、リクレイミング進行状態３２
０４へ移行する。リクレイミング進行状態３２０４は、
ブロック割り当て構造体が一貫した状態にないことを指
示する移行状態である。データが一貫したものになる
と、ブロックはレディ状態３２０５へ移行する。しかし
ながら、リクレイミング進行状態３２０５の間にエラー
が生じた場合には、そのブロックに対してリクレイミン
グが行われた後に、ブロックが消去待ち行列状態３２０
６へ移行する。消去待ち行列状態３２０６にあるブロッ
クは、消去されたときに消去状態３２０１へ移行する。
消去が失敗すると、ブロックはリタイア状態３２０７へ
移行する。それからブロックはリタイア状態に留まる。
ＦＥＰｒｏｍが最初に初期化されるときには、ブロック
がレディ状態又はスペア状態にセットされる。レディ状
態にあるブロックはデータを含むことができ、スペア状
態にあるブロックはデータを含まない。
【００３５】図３４を参照すれば、ブロック３００１に
おいて、システムは、リクレイミングされるべきスペア
ブロックに対する変数Ｓｔａｔｕｓを、リクレイミング
進行中を指示するようにセットする。ブロック３００２
において、システムは、リクレイミングされるべきブロ
ックのヘッダから変数Ｓｅｑ、ＳｅｑＣｈｅｃｋＳｕ
ｍ、及びＢｏｏｔＲｅｃｏｒｄＰｔｒをスペアブロック
へコピーする。ブロック３００３において、システム
は、リクレイミングされるべきブロックに対して割り当
て状態にある最終Ａｌｌｏｃエントリの位置を決定す
る。リクレイミングプロセス中に、Ａｌｌｏｃエントリ
は、最後に割り当てられたエントリの後に無視される。
従って、リクレイミングされたブロックは、これらエン
トリの状態を未使用にセットする。ブロック３００４な
いし３０１０において、システムは、最後に割り当てら
れたエントリまでの各Ａｌｌｏｃエントリをスペアブロ
ックにコピーする。ブロック３００４において、システ
ムは、Ａｌｌｏｃエントリを指示するインデックスｊを
初期化する。ブロック３００５において、このインデッ
クスｊがブロック３００３で決定された最後に割り当て
られたエントリのインデックスより大きい場合には、全
てのＡｌｌｏｃエントリとそれに対応する領域がコピー
されており、システムはブロック３０１１へ続き、さも
なくば、システムはブロック３００６へ続く。ブロック
３００６において、エントリの状態が割り当てられた状
態である場合には、システムはブロック３００７へ続
き、さもなくばブロック３００９へ続く。ブロック３０
０７において、システムは、Ａｌｌｏｃ〔ｊ〕エントリ
に対応する領域データをスペアブロックへコピーする。
ブロック３００８において、システムは、スペアブロッ
クのＡｌｌｏｃ〔ｊ〕入力における変数Ｏｆｆｓｅｔを
更新し、コピーされた領域の位置を指示するようにする
と共に、変数Ｓｔａｔｕｓ（位置の状態を適当にセット
する）及びＬｅｎをコピーし、ブロック３０１０に続
く。ブロック３００９では、システムは、スペアブロッ
クのＡｌｌｏｃ〔ｊ〕エントリの状態を更新し、そのエ
ントリが自由状態であることを指示するようにする。ブ
ロック３０１０では、システムはインデックスｊを増加
して、次のＡｌｌｏｃエントリを指示し、ブロック３０
０５へとループする。ブロック３０１１においては、シ
ステムはスペアブロックの状態をレディにセットする。
ブロック３０１２では、システムは、リクレイミングさ
れるべきブロックの状態を消去のための待ち行列にセッ
トする。ブロック３０１１についての処理が完了した後
であって且つブロック３０１２についての処理が完了す
る前に、スペアブロックと、リクレイミングされるべき
ブロックの両方は有効データを有している。ブロック３
０１２についての処理が完了する前に処理が中断した場
合には、ＦＥＰｒｏｍは、同じ論理シーケンス番号を有
する２つのブロックを含む。システムは、好ましくは、
ＦＥＰｒｏｍの初期化中にこの状態をチェックする。こ
のときに、システムはブロック３０１２の処理を完了す
ることができる。ブロック３０１３では、システムは、
スペアブロック（以下で述べる）の状態を表すように変
数ＰｈｙｓｉｃａｌＢｌｏｃｋＮｕｍ、ＦｉｒｓｔＦｒ
ｅｅＢｙｔｅＯｆｆｓｅｔ、ＬｅｎＤｅａｌｌｏｃａｔ
ｅＳｐａｃｅ及びＡｌｌｏｃＳｔｒｕｃｔＣｎｔ ｉｎ
ＢｌｏｃｋＤａｔａ〔Ｓｅｑ〕を更新する。ブロック
３０１４では、システムは、スペアブロックのリストを
調整するようにＤｒｉｖｅＲｅｃを更新し、リクレイミ
ングが終了となる（以下で述べる）。
おいて、システムは、リクレイミングされるべきスペア
ブロックに対する変数Ｓｔａｔｕｓを、リクレイミング
進行中を指示するようにセットする。ブロック３００２
において、システムは、リクレイミングされるべきブロ
ックのヘッダから変数Ｓｅｑ、ＳｅｑＣｈｅｃｋＳｕ
ｍ、及びＢｏｏｔＲｅｃｏｒｄＰｔｒをスペアブロック
へコピーする。ブロック３００３において、システム
は、リクレイミングされるべきブロックに対して割り当
て状態にある最終Ａｌｌｏｃエントリの位置を決定す
る。リクレイミングプロセス中に、Ａｌｌｏｃエントリ
は、最後に割り当てられたエントリの後に無視される。
従って、リクレイミングされたブロックは、これらエン
トリの状態を未使用にセットする。ブロック３００４な
いし３０１０において、システムは、最後に割り当てら
れたエントリまでの各Ａｌｌｏｃエントリをスペアブロ
ックにコピーする。ブロック３００４において、システ
ムは、Ａｌｌｏｃエントリを指示するインデックスｊを
初期化する。ブロック３００５において、このインデッ
クスｊがブロック３００３で決定された最後に割り当て
られたエントリのインデックスより大きい場合には、全
てのＡｌｌｏｃエントリとそれに対応する領域がコピー
されており、システムはブロック３０１１へ続き、さも
なくば、システムはブロック３００６へ続く。ブロック
３００６において、エントリの状態が割り当てられた状
態である場合には、システムはブロック３００７へ続
き、さもなくばブロック３００９へ続く。ブロック３０
０７において、システムは、Ａｌｌｏｃ〔ｊ〕エントリ
に対応する領域データをスペアブロックへコピーする。
ブロック３００８において、システムは、スペアブロッ
クのＡｌｌｏｃ〔ｊ〕入力における変数Ｏｆｆｓｅｔを
更新し、コピーされた領域の位置を指示するようにする
と共に、変数Ｓｔａｔｕｓ（位置の状態を適当にセット
する）及びＬｅｎをコピーし、ブロック３０１０に続
く。ブロック３００９では、システムは、スペアブロッ
クのＡｌｌｏｃ〔ｊ〕エントリの状態を更新し、そのエ
ントリが自由状態であることを指示するようにする。ブ
ロック３０１０では、システムはインデックスｊを増加
して、次のＡｌｌｏｃエントリを指示し、ブロック３０
０５へとループする。ブロック３０１１においては、シ
ステムはスペアブロックの状態をレディにセットする。
ブロック３０１２では、システムは、リクレイミングさ
れるべきブロックの状態を消去のための待ち行列にセッ
トする。ブロック３０１１についての処理が完了した後
であって且つブロック３０１２についての処理が完了す
る前に、スペアブロックと、リクレイミングされるべき
ブロックの両方は有効データを有している。ブロック３
０１２についての処理が完了する前に処理が中断した場
合には、ＦＥＰｒｏｍは、同じ論理シーケンス番号を有
する２つのブロックを含む。システムは、好ましくは、
ＦＥＰｒｏｍの初期化中にこの状態をチェックする。こ
のときに、システムはブロック３０１２の処理を完了す
ることができる。ブロック３０１３では、システムは、
スペアブロック（以下で述べる）の状態を表すように変
数ＰｈｙｓｉｃａｌＢｌｏｃｋＮｕｍ、ＦｉｒｓｔＦｒ
ｅｅＢｙｔｅＯｆｆｓｅｔ、ＬｅｎＤｅａｌｌｏｃａｔ
ｅＳｐａｃｅ及びＡｌｌｏｃＳｔｒｕｃｔＣｎｔ ｉｎ
ＢｌｏｃｋＤａｔａ〔Ｓｅｑ〕を更新する。ブロック
３０１４では、システムは、スペアブロックのリストを
調整するようにＤｒｉｖｅＲｅｃを更新し、リクレイミ
ングが終了となる（以下で述べる）。
【００３６】 定義 BlockCnt FEProm内の物理ブロッ
クの数 BlockSize ブロック内のバイトの
数 RootDirPtr FEPromをファイル記憶
装置として使用した時のルートディレクトリを含むデー
タ領域へのハンドル SpareBlockPtr 〔 〕 予備ブロックの物理ブ
ロックの数を含む可変長アレイ SpareBlockCnt 予備ブロックの数 WriteAccessCntThreshold ブロックを再利用すべ
きか否かをシステムに決定させる FEProm への書込みの
数 EraseCntThreshold ブロックレベル化を行
うべきか否かをシステムに決定させる FEProm への消去
の数 BlockReclamationThreshold ブロック再利用をトリ
ガする割当て解除スペースとブロックサイズとの比 BlockEraseLevelingThreshold ブロック間のレベル化
プロセスをトリガする最小及び最大消去数間の差 PhysicalBlockNum 論理的ブロックを含む
物理ブロックの数 FirstFreeByteOffset 空きスペースの最初の
バイトの物理ブロック内のオフセット LenDeallocatedSpace 物理ブロック内の割当
て解除済領域の合計の長さ FirstUseableAllocEntry ブロック内の最初の使
用可能な Allocエントリ索引 FreeAllocEntryCnt Alloc エントリの数 BlockEraseCnt 物理ブロックが消去さ
れた回数 FEPromが最初にロードされる時、FEProm管理者は FEPro
m を走査して表Ｂに示す内部データを初期化する。構造
DriveRec は装置に関するデータを含み、構造ConfigRe
c は構成パラメタに関するデータを含み、アレイ Block
Dataは FEProm内の各物理ブロック毎のデータを有する
エントリを含む。アレイ BlockDataはブロック変換キャ
ッシュである。初期化中、 FEProm 管理者はアレイ Blo
ckData内の各変数及び構造 DriveRec 内の予備ブロック
に関する変数を初期化する。構造DriveRec内の他の変数
はシステム定義された変数である。好ましい実施例で
は、FEProm管理者は、これらのデータ構造内の領域デー
タの型に特定の情報を記憶している。例えばもし FEPro
m がファイル記憶装置として使用されていれば、データ
構造はルートディレクトリへのハンドルを含むことがで
きる。図３１は、好ましい実施例における初期化プロセ
スの流れ図である。この手順は、 FEProm 上の各ブロッ
ク毎にブロック割当て構造を走査することによって Dri
veRec 及び BlockData構造を初期化する。システムはブ
ロック２７０１乃至２７０９をループして各ブロック毎
のデータを読む。ブロック２７０１ではシステムは、現
在アクセスされている物理ブロックを指示する索引ｉを
初期化する。ブロック２７０２において、もし索引ｉが
FEProm 内のブロックの数より大きければ、全てのブロ
ックは走査されたのでありシステムはブロック２７１０
へ進み、そうでない場合にはシステムはブロック２７０
３へ進む。ブロック２７０３では、システムは索引ｉに
よって指示されたブロックの見出しを読む。ブロック２
７０４では、システムは DriveRec 及び BlockData
〔ｉ〕データを更新する。もしそのブロックが予備ブロ
ックであれば、システムは SpareBlockCntをインクリメ
ントさせ、そのブロックを SpareBlockPtrアレイに追加
する。好ましい実施例では、システムはこれらの領域内
に記憶されているデータに特定の情報をも走査する。例
えばもし FEProm をファイルシステムとして使用してい
て、そのブロックがブートレコードを含んでいれば、シ
ステムは BootRecPtr をセットし、ブートレコードを読
み、そして RootDirPtr をセットする。
クの数 BlockSize ブロック内のバイトの
数 RootDirPtr FEPromをファイル記憶
装置として使用した時のルートディレクトリを含むデー
タ領域へのハンドル SpareBlockPtr 〔 〕 予備ブロックの物理ブ
ロックの数を含む可変長アレイ SpareBlockCnt 予備ブロックの数 WriteAccessCntThreshold ブロックを再利用すべ
きか否かをシステムに決定させる FEProm への書込みの
数 EraseCntThreshold ブロックレベル化を行
うべきか否かをシステムに決定させる FEProm への消去
の数 BlockReclamationThreshold ブロック再利用をトリ
ガする割当て解除スペースとブロックサイズとの比 BlockEraseLevelingThreshold ブロック間のレベル化
プロセスをトリガする最小及び最大消去数間の差 PhysicalBlockNum 論理的ブロックを含む
物理ブロックの数 FirstFreeByteOffset 空きスペースの最初の
バイトの物理ブロック内のオフセット LenDeallocatedSpace 物理ブロック内の割当
て解除済領域の合計の長さ FirstUseableAllocEntry ブロック内の最初の使
用可能な Allocエントリ索引 FreeAllocEntryCnt Alloc エントリの数 BlockEraseCnt 物理ブロックが消去さ
れた回数 FEPromが最初にロードされる時、FEProm管理者は FEPro
m を走査して表Ｂに示す内部データを初期化する。構造
DriveRec は装置に関するデータを含み、構造ConfigRe
c は構成パラメタに関するデータを含み、アレイ Block
Dataは FEProm内の各物理ブロック毎のデータを有する
エントリを含む。アレイ BlockDataはブロック変換キャ
ッシュである。初期化中、 FEProm 管理者はアレイ Blo
ckData内の各変数及び構造 DriveRec 内の予備ブロック
に関する変数を初期化する。構造DriveRec内の他の変数
はシステム定義された変数である。好ましい実施例で
は、FEProm管理者は、これらのデータ構造内の領域デー
タの型に特定の情報を記憶している。例えばもし FEPro
m がファイル記憶装置として使用されていれば、データ
構造はルートディレクトリへのハンドルを含むことがで
きる。図３１は、好ましい実施例における初期化プロセ
スの流れ図である。この手順は、 FEProm 上の各ブロッ
ク毎にブロック割当て構造を走査することによって Dri
veRec 及び BlockData構造を初期化する。システムはブ
ロック２７０１乃至２７０９をループして各ブロック毎
のデータを読む。ブロック２７０１ではシステムは、現
在アクセスされている物理ブロックを指示する索引ｉを
初期化する。ブロック２７０２において、もし索引ｉが
FEProm 内のブロックの数より大きければ、全てのブロ
ックは走査されたのでありシステムはブロック２７１０
へ進み、そうでない場合にはシステムはブロック２７０
３へ進む。ブロック２７０３では、システムは索引ｉに
よって指示されたブロックの見出しを読む。ブロック２
７０４では、システムは DriveRec 及び BlockData
〔ｉ〕データを更新する。もしそのブロックが予備ブロ
ックであれば、システムは SpareBlockCntをインクリメ
ントさせ、そのブロックを SpareBlockPtrアレイに追加
する。好ましい実施例では、システムはこれらの領域内
に記憶されているデータに特定の情報をも走査する。例
えばもし FEProm をファイルシステムとして使用してい
て、そのブロックがブートレコードを含んでいれば、シ
ステムは BootRecPtr をセットし、ブートレコードを読
み、そして RootDirPtr をセットする。
【００３７】システムはブロック２７０５乃至２７０８
をループして各 Allocエントリ内のデータを処理する。
ブロック２７０５では、 Allocエントリを指示する指標
ｊを初期化する。ブロック２７０６において、もしシス
テムが最後のAlloc エントリを処理済であればシステム
はブロック２７０９へ進み、そうでなければシステムは
ブロック２７０７へ進む。ブロック２７０７では、シス
テムはｊによって指示された Allocエントリに基づいて
BlockData〔 BlockSeq 〕データを更新する。システム
は変数 FirstFreeByteOffset、LenDeallocatedSpace 、
及び AllocaStructCntを更新する。システムは、変換キ
ャッシュを初期化する索引ｉに変数 PhysicalBlockNum
をセットする。ブロック２７０８では、システムは索引
ｊをインクリメントさせて次の Allocエントリを指示さ
せ、ブロック２７０６へループする。ブロック２７１０
では、システムはブロック使用をレベル化する。システ
ムは BlockDataアレイを走査して最大 BlockEraseCntを
有するブロック及び最小 BlockEraseCntを有するブロッ
クを決定する。次いでシステムはブロック間でデータを
スワップ（交換）する。システムは先ず最大ブロックを
予備ブロックへ複写する。次にシステムは最大ブロック
を消去する。システムは最小ブロックからのデータを消
去されたブロックへ複写し、そして好ましくは複写しな
がらブロック再利用を遂行する。システムは最小ブロッ
クを消去し、予備ブロックからのデータを最小ブロック
へ複写し、そして好ましくは複写中にブロック再利用を
遂行する。
をループして各 Allocエントリ内のデータを処理する。
ブロック２７０５では、 Allocエントリを指示する指標
ｊを初期化する。ブロック２７０６において、もしシス
テムが最後のAlloc エントリを処理済であればシステム
はブロック２７０９へ進み、そうでなければシステムは
ブロック２７０７へ進む。ブロック２７０７では、シス
テムはｊによって指示された Allocエントリに基づいて
BlockData〔 BlockSeq 〕データを更新する。システム
は変数 FirstFreeByteOffset、LenDeallocatedSpace 、
及び AllocaStructCntを更新する。システムは、変換キ
ャッシュを初期化する索引ｉに変数 PhysicalBlockNum
をセットする。ブロック２７０８では、システムは索引
ｊをインクリメントさせて次の Allocエントリを指示さ
せ、ブロック２７０６へループする。ブロック２７１０
では、システムはブロック使用をレベル化する。システ
ムは BlockDataアレイを走査して最大 BlockEraseCntを
有するブロック及び最小 BlockEraseCntを有するブロッ
クを決定する。次いでシステムはブロック間でデータを
スワップ（交換）する。システムは先ず最大ブロックを
予備ブロックへ複写する。次にシステムは最大ブロック
を消去する。システムは最小ブロックからのデータを消
去されたブロックへ複写し、そして好ましくは複写しな
がらブロック再利用を遂行する。システムは最小ブロッ
クを消去し、予備ブロックからのデータを最小ブロック
へ複写し、そして好ましくは複写中にブロック再利用を
遂行する。
【００３８】本発明の FEProm 管理者はブロック化され
ていない、または消去することができない媒体を支援す
ることができる。ブロック再利用及びブロック消去カウ
ントレベル化プロセスはブロック消去可能性に頼ってい
る。従ってもし媒体がブロック消去可能性を支援しなけ
れば、これらのプロセスを不能にすべきである。好まし
い実施例では、予備ブロックカウントを０にセットする
ことによってこれらのプロセスを実効的に不能にするこ
とができる。 FEProm 管理者ははこれらのプロセスを作
動させるために少なくとも１つの予備ブロックに頼って
いる。もし媒体がブロック化されていなければ、任意の
ブロックサイズを論理的ブロックとして選択することが
できる。好ましい実施例ではブロックのサイズは、割当
てアレイエントリ内のオフセットが全ブロックをアドレ
スできない程大きくすべきではなく、またブロック見出
し及び割当てアレイがブロックサイズのかなりなパーセ
ントを占めたり、または変換キャッシュが大き過ぎる程
は小さくすべきでない。
ていない、または消去することができない媒体を支援す
ることができる。ブロック再利用及びブロック消去カウ
ントレベル化プロセスはブロック消去可能性に頼ってい
る。従ってもし媒体がブロック消去可能性を支援しなけ
れば、これらのプロセスを不能にすべきである。好まし
い実施例では、予備ブロックカウントを０にセットする
ことによってこれらのプロセスを実効的に不能にするこ
とができる。 FEProm 管理者ははこれらのプロセスを作
動させるために少なくとも１つの予備ブロックに頼って
いる。もし媒体がブロック化されていなければ、任意の
ブロックサイズを論理的ブロックとして選択することが
できる。好ましい実施例ではブロックのサイズは、割当
てアレイエントリ内のオフセットが全ブロックをアドレ
スできない程大きくすべきではなく、またブロック見出
し及び割当てアレイがブロックサイズのかなりなパーセ
ントを占めたり、または変換キャッシュが大き過ぎる程
は小さくすべきでない。
【００３９】FEProm 管理者は、 FEProm 書込み及び消
去エラーからの動的な回復を可能にする。書込みエラー
は、メモリ位置を指定された値にセットできない場合に
生成される。これらのエラーは、ハードウエアの障害に
よって、または既に０に変化しているあるビット内に１
を要求するというように、あるメモリ位置にある値を書
込もうと試みることによってもたらされる。
去エラーからの動的な回復を可能にする。書込みエラー
は、メモリ位置を指定された値にセットできない場合に
生成される。これらのエラーは、ハードウエアの障害に
よって、または既に０に変化しているあるビット内に１
を要求するというように、あるメモリ位置にある値を書
込もうと試みることによってもたらされる。
【００４０】書込みエラーはデータ領域、ブロック見出
し、及び割当てアレイエントリへ書込む時に発生し得
る。好ましい実施例では、データ領域へ書込み中に書込
みエラーが発生すると、 FEProm 管理者はそのブロック
を割当て解除された状態にセットする。次いで FEProm
管理者は、図３３に示す領域割当てプロセスを再始動さ
せることによって、データを異なるデータ領域へ書込む
ことを試みる。
し、及び割当てアレイエントリへ書込む時に発生し得
る。好ましい実施例では、データ領域へ書込み中に書込
みエラーが発生すると、 FEProm 管理者はそのブロック
を割当て解除された状態にセットする。次いで FEProm
管理者は、図３３に示す領域割当てプロセスを再始動さ
せることによって、データを異なるデータ領域へ書込む
ことを試みる。
【００４１】割当てアレイエントリへ書込み中に書込み
エラーが発生すると、 FEProm 管理者はその割当てアレ
イエントリを空白（ヌル）状態にセットする。あるエン
トリを置換された( superseded )状態、割当て解除され
た状態、解放された（フリー）状態、または割当て進行
中状態にセットしている時に、もし書込みエラーが発生
すると、そのエントリを空白状態にセットすることによ
って FEProm は一貫した( consistent )状態に保たれ
る。しかしながら、もしあるエントリを割当て済状態に
セットしている時にエラーが発生すると、データ領域は
割当て済状態の対応割当てアレイエントリを有していな
いのであるから、 FEProm は非一貫状態になる。 FEPro
m 管理者はそのデータ領域に対して別のエントリを割当
てる。あるエントリを空白状態にセットしている時にも
エラーは発生し得る。空白状態は、０の値のステータス
として定義されているから、あるエントリを空白状態に
セットしている時に発生するエラーは必然的にハードウ
エアエラーである。もしエラーが発生すれば、対応する
領域を再利用しなければならないことを指定する再利用
を必要とするかも知れない。例えば、もしあるエントリ
を割当て解除状態にセット中に、及び再びそのエントリ
を空白状態にセット中にエラーが発生すれば、そのエン
トリは割当て済状態になる。もしこの状態のままであれ
ば、このエントリ及び対応データ領域は正常の再利用の
下では決して再利用されなくなる。
エラーが発生すると、 FEProm 管理者はその割当てアレ
イエントリを空白（ヌル）状態にセットする。あるエン
トリを置換された( superseded )状態、割当て解除され
た状態、解放された（フリー）状態、または割当て進行
中状態にセットしている時に、もし書込みエラーが発生
すると、そのエントリを空白状態にセットすることによ
って FEProm は一貫した( consistent )状態に保たれ
る。しかしながら、もしあるエントリを割当て済状態に
セットしている時にエラーが発生すると、データ領域は
割当て済状態の対応割当てアレイエントリを有していな
いのであるから、 FEProm は非一貫状態になる。 FEPro
m 管理者はそのデータ領域に対して別のエントリを割当
てる。あるエントリを空白状態にセットしている時にも
エラーは発生し得る。空白状態は、０の値のステータス
として定義されているから、あるエントリを空白状態に
セットしている時に発生するエラーは必然的にハードウ
エアエラーである。もしエラーが発生すれば、対応する
領域を再利用しなければならないことを指定する再利用
を必要とするかも知れない。例えば、もしあるエントリ
を割当て解除状態にセット中に、及び再びそのエントリ
を空白状態にセット中にエラーが発生すれば、そのエン
トリは割当て済状態になる。もしこの状態のままであれ
ば、このエントリ及び対応データ領域は正常の再利用の
下では決して再利用されなくなる。
【００４２】ブロック見出しに書込み中にエラーが発生
すると、 FEProm 管理者はそのブロックを消去待ち行列
状態にセットする。もしあるブロックを消去待ち行列状
態にセット中にエラーが発生すれば、 FEProm 管理者は
そのブロックを引退( retired)状態にセットするので、
そのエラーを回復することはできなくなる。あるブロッ
クを消去中に書込みエラーが発生すると、 FEProm 管理
者はそのブロックを引退状態にセットする。もし引退さ
せたブロックが予備ブロックであったならば、 FEProm
管理者は少なくなった予備ブロックで動作する。代替と
してFEProm管理者は割当て済の割当てアレイエントリを
用いずにブロックを探知することを試みる。次いで FEP
rom 管理者は探知したブロックを消去し、それを予備状
態にセットする。予備ブロックが使用できない場合には
FEProm 管理者は FEProm を、あたかもそれが前述した
消去不能であるかのように取扱う。
すると、 FEProm 管理者はそのブロックを消去待ち行列
状態にセットする。もしあるブロックを消去待ち行列状
態にセット中にエラーが発生すれば、 FEProm 管理者は
そのブロックを引退( retired)状態にセットするので、
そのエラーを回復することはできなくなる。あるブロッ
クを消去中に書込みエラーが発生すると、 FEProm 管理
者はそのブロックを引退状態にセットする。もし引退さ
せたブロックが予備ブロックであったならば、 FEProm
管理者は少なくなった予備ブロックで動作する。代替と
してFEProm管理者は割当て済の割当てアレイエントリを
用いずにブロックを探知することを試みる。次いで FEP
rom 管理者は探知したブロックを消去し、それを予備状
態にセットする。予備ブロックが使用できない場合には
FEProm 管理者は FEProm を、あたかもそれが前述した
消去不能であるかのように取扱う。
【００４３】本発明は、 FEProm が非一貫状態にある場
合の動的エラー回復をも提供する。図３３を参照する。
例えば、もしブロック２９０５においてオフセットが書
込まれた後に、しかしブロック２９０８において状態が
解放状態から割当て済状態へ更新される前に FEProm が
除去されれば、 FEProm は非一貫状態になる。FEPromに
次にロードする時に、 FEProm 管理者は割当てエントリ
が解放されていることを見て、それを再使用しようとす
る。しかしながら、オフセットへ書込もうとする試みは
失敗する（同一データがオフセットへ書込まれている場
合を除く）。上述したように、 FEProm 管理者はエント
リを空白状態にセットすることによって回復し、領域割
当てプロセスを再始動させて異なるエントリを選択す
る。もしFEPromが取外される前にデータの一部分がデー
タ領域へ書こまれれば、 FEProm 管理者がデータをその
領域へ書込もうとする時にエラーが検出される。このエ
ラーは上述したようにして処理される。ファイルシステム 本発明は、 FEProm 装置に対してディレクトリをベース
とする階層ファイルシステムを提供する。階層ファイル
システムは論理的グルーピング内にファイルを記憶させ
る。好ましい実施例は、ディレクトリ階層及び内部ファ
イル記憶の両者を実現するためにリンクされたリストデ
ータ構造を使用する。
合の動的エラー回復をも提供する。図３３を参照する。
例えば、もしブロック２９０５においてオフセットが書
込まれた後に、しかしブロック２９０８において状態が
解放状態から割当て済状態へ更新される前に FEProm が
除去されれば、 FEProm は非一貫状態になる。FEPromに
次にロードする時に、 FEProm 管理者は割当てエントリ
が解放されていることを見て、それを再使用しようとす
る。しかしながら、オフセットへ書込もうとする試みは
失敗する（同一データがオフセットへ書込まれている場
合を除く）。上述したように、 FEProm 管理者はエント
リを空白状態にセットすることによって回復し、領域割
当てプロセスを再始動させて異なるエントリを選択す
る。もしFEPromが取外される前にデータの一部分がデー
タ領域へ書こまれれば、 FEProm 管理者がデータをその
領域へ書込もうとする時にエラーが検出される。このエ
ラーは上述したようにして処理される。ファイルシステム 本発明は、 FEProm 装置に対してディレクトリをベース
とする階層ファイルシステムを提供する。階層ファイル
システムは論理的グルーピング内にファイルを記憶させ
る。好ましい実施例は、ディレクトリ階層及び内部ファ
イル記憶の両者を実現するためにリンクされたリストデ
ータ構造を使用する。
【００４４】図１に典型的な階層ディレクトリ構造を示
す。ワシントン州レッドモンドのマイクロソフト社から
入手できる MS-DOS オペレーティングシステムが、階層
ディレクトリ構造を有するファイルシステムを実現す
る。図１に示すように、ディレクトリ「ルート」１００
は、２つのサブディレクトリ（「 DOS」１０２及び「ワ
ード」１０３）と、２つのファイル（「 AUTOEXEC.BAT
」１０４及び「 COMMAND.COM」１０５）とを含む。デ
ィレクトリ「 DOS」１０２は１つのファイル（「 FORMA
T.EXE 」１０６）を含む。ディレクトリ「ワード」１０
３は次に低いレベルに２つのサブディレクトリ（「デー
ビッド(DAVID) 」１０７及び「メリー（MARY) 」１０
８）を含む。ディレクトリ「デービッド」１０７は１つ
のファイル「 LETTER1.DOC」１０９を含む。ディレクト
リ「メリー」１０８は３つのファイル「LETTER1.DOC 」
１１０、「LETTER2.DOC 」１１１及び「LETTER3.DOC 」
１１２を含む。
す。ワシントン州レッドモンドのマイクロソフト社から
入手できる MS-DOS オペレーティングシステムが、階層
ディレクトリ構造を有するファイルシステムを実現す
る。図１に示すように、ディレクトリ「ルート」１００
は、２つのサブディレクトリ（「 DOS」１０２及び「ワ
ード」１０３）と、２つのファイル（「 AUTOEXEC.BAT
」１０４及び「 COMMAND.COM」１０５）とを含む。デ
ィレクトリ「 DOS」１０２は１つのファイル（「 FORMA
T.EXE 」１０６）を含む。ディレクトリ「ワード」１０
３は次に低いレベルに２つのサブディレクトリ（「デー
ビッド(DAVID) 」１０７及び「メリー（MARY) 」１０
８）を含む。ディレクトリ「デービッド」１０７は１つ
のファイル「 LETTER1.DOC」１０９を含む。ディレクト
リ「メリー」１０８は３つのファイル「LETTER1.DOC 」
１１０、「LETTER2.DOC 」１１１及び「LETTER3.DOC 」
１１２を含む。
【００４５】図２は、好ましい実施例において図１のデ
ィレクトリ構造を実現する考え得るリンクされたリスト
を示す。ディレクトリ「ルート」レコード１００（本明
細書においては「レコード」及び「エントリ」という語
を互換可能なように使用する）はポインタ１２０を有
し、このポインタ１２０は次に低いレベルのサブディレ
クトリのリンクされたリスト１４０及びファイルレコー
ドを指し示す。リンクされたリスト１４０は、ポインタ
１２１、１２２、１２３によってリンクされたサブディ
レクトリレコード DOS１０２及び「ワード」１０３と、
ファイルレコード「 AUTOEXEC.BAT 」１０４及び「 COM
MAND.COM」１０５とからなる。サブディレクトリレコー
ド「 DOS」１０２は次に低いレベルのファイルレコード
１０６を指し示すポインタ１２４を有し、サブディレク
トリレコード「ワード」１０３は次に低いレベルのファ
イルレコードのリンクされたリスト１４１を指し示すポ
インタ１２５を有している。リンクされたリスト１４１
は、ポインタ１２６によってリンクされているディレク
トリレコード「デービッド」１０７及び「メリー」１０
８からなる。サブディレクトリレコード「デービッド」
１０７は次に低いレベルのファイルを指し示すポインタ
１２７を有し、サブディレクトリレコード「メリー」１
０８は次に低いレベルのファイルレコードのリンクされ
たリスト１４２を指し示すポインタ１２８を有してい
る。リンクされたリスト１４２は、ポインタ１２９及び
１３０によってリンクされているファイルレコード「 L
ETTER1.DOC」１１０、「LETTER2.DOC 」１１１及び「LE
TTER3.DOC 」１１２からなる。右上のテンプレート１０
は図面を通して使用されるレコードレイアウトを示す。
好ましい実施例では図２に示すレコードは、以下に説明
するように DirEntry 及び FileEntry構造である。
ィレクトリ構造を実現する考え得るリンクされたリスト
を示す。ディレクトリ「ルート」レコード１００（本明
細書においては「レコード」及び「エントリ」という語
を互換可能なように使用する）はポインタ１２０を有
し、このポインタ１２０は次に低いレベルのサブディレ
クトリのリンクされたリスト１４０及びファイルレコー
ドを指し示す。リンクされたリスト１４０は、ポインタ
１２１、１２２、１２３によってリンクされたサブディ
レクトリレコード DOS１０２及び「ワード」１０３と、
ファイルレコード「 AUTOEXEC.BAT 」１０４及び「 COM
MAND.COM」１０５とからなる。サブディレクトリレコー
ド「 DOS」１０２は次に低いレベルのファイルレコード
１０６を指し示すポインタ１２４を有し、サブディレク
トリレコード「ワード」１０３は次に低いレベルのファ
イルレコードのリンクされたリスト１４１を指し示すポ
インタ１２５を有している。リンクされたリスト１４１
は、ポインタ１２６によってリンクされているディレク
トリレコード「デービッド」１０７及び「メリー」１０
８からなる。サブディレクトリレコード「デービッド」
１０７は次に低いレベルのファイルを指し示すポインタ
１２７を有し、サブディレクトリレコード「メリー」１
０８は次に低いレベルのファイルレコードのリンクされ
たリスト１４２を指し示すポインタ１２８を有してい
る。リンクされたリスト１４２は、ポインタ１２９及び
１３０によってリンクされているファイルレコード「 L
ETTER1.DOC」１１０、「LETTER2.DOC 」１１１及び「LE
TTER3.DOC 」１１２からなる。右上のテンプレート１０
は図面を通して使用されるレコードレイアウトを示す。
好ましい実施例では図２に示すレコードは、以下に説明
するように DirEntry 及び FileEntry構造である。
【００４６】図２は、図１を表す単に１つの考え得るリ
ンクされたリスト配列を表すに過ぎない。この配列は、
もしファイルが追加されたが次いで削除されたか、また
はディレクトリ名が変更されていれば異なる配列にな
る。図３は別の考え得る配列を示す。図３は、図１と同
一のディレクトリ階層を表しているが、一時期存在した
ディレクトリ「ビル（BILL）」１１３は削除されてい
る。 FEProm 装置は一回限り書込み可能である（消去さ
れた場合を除く）から、本発明の好ましい実施例では図
３に示すように、ディレクトリレコード「ビル」１１３
をリンクされたリストから物理的に除去しない。ディレ
クトリまたはファイルは、ディレクトリまたはファイル
エントリのステータスをセットすることによってリンク
されたリストから削除される。もしディレクトリまたは
ファイルがコンピュータディスク上に記憶されていたの
であれば、ディレクトリレコード「ビル」１１３は、デ
ィレクトリレコード「メリー」１０８を指し示している
ポインタ１３１をディレクトリレコード「デービッド」
１０７内に再書込みすることによって物理的に除去する
ことができる。
ンクされたリスト配列を表すに過ぎない。この配列は、
もしファイルが追加されたが次いで削除されたか、また
はディレクトリ名が変更されていれば異なる配列にな
る。図３は別の考え得る配列を示す。図３は、図１と同
一のディレクトリ階層を表しているが、一時期存在した
ディレクトリ「ビル（BILL）」１１３は削除されてい
る。 FEProm 装置は一回限り書込み可能である（消去さ
れた場合を除く）から、本発明の好ましい実施例では図
３に示すように、ディレクトリレコード「ビル」１１３
をリンクされたリストから物理的に除去しない。ディレ
クトリまたはファイルは、ディレクトリまたはファイル
エントリのステータスをセットすることによってリンク
されたリストから削除される。もしディレクトリまたは
ファイルがコンピュータディスク上に記憶されていたの
であれば、ディレクトリレコード「ビル」１１３は、デ
ィレクトリレコード「メリー」１０８を指し示している
ポインタ１３１をディレクトリレコード「デービッド」
１０７内に再書込みすることによって物理的に除去する
ことができる。
【００４７】好ましい実施例は、あるファイルを構成す
る範囲( extent )をリンクするためにもリンクされたリ
ストデータ構造を使用する。各ファイルはそれに対応付
けられたファイルレコードを有し、このファイルレコー
ドは他のデータと共にファイル名を含み、また上述した
ようにディレクトリ階層内にリンクされている。ある範
囲は、そのファイルに関するデータを含むメモリの連続
域である。各ファイルは、ファイルデータを含む１また
はそれ以上の範囲である。各範囲はそれに対応付けられ
た範囲レコードを有している。範囲レコードは、他のデ
ータと共にその範囲を指し示すポインタと範囲の長さと
を含む。図４はファイル“＼A ＼D.DAT”２０２の範囲
を示す。範囲レコードＲ１ ２０３、Ｒ２ ２０４及び
Ｒ３ ２０５はリンクされ、対応範囲Ｅ１ ２１１、Ｅ
２ ２１２及びＥ３ ２１３を指し示すポインタを含ん
でいる。ファイルは範囲Ｅ１ ２１１、Ｅ２ ２１２及
びＥ３ ２１３の論理的連結である。好ましい実施例で
は、範囲レコードは後述するように FileInfo 構造であ
る。
る範囲( extent )をリンクするためにもリンクされたリ
ストデータ構造を使用する。各ファイルはそれに対応付
けられたファイルレコードを有し、このファイルレコー
ドは他のデータと共にファイル名を含み、また上述した
ようにディレクトリ階層内にリンクされている。ある範
囲は、そのファイルに関するデータを含むメモリの連続
域である。各ファイルは、ファイルデータを含む１また
はそれ以上の範囲である。各範囲はそれに対応付けられ
た範囲レコードを有している。範囲レコードは、他のデ
ータと共にその範囲を指し示すポインタと範囲の長さと
を含む。図４はファイル“＼A ＼D.DAT”２０２の範囲
を示す。範囲レコードＲ１ ２０３、Ｒ２ ２０４及び
Ｒ３ ２０５はリンクされ、対応範囲Ｅ１ ２１１、Ｅ
２ ２１２及びＥ３ ２１３を指し示すポインタを含ん
でいる。ファイルは範囲Ｅ１ ２１１、Ｅ２ ２１２及
びＥ３ ２１３の論理的連結である。好ましい実施例で
は、範囲レコードは後述するように FileInfo 構造であ
る。
【００４８】図４は、ファイル“＼A ＼D.DAT ”２０２
のための単なる１つの考え得るリンクされたリスト配列
を表すに過ぎない。図５に同一ファイルを表す別の配列
を示す。範囲Ｅ４ ２１４はファイルに追加されたが、
削除されている。好ましい実施例では範囲レコードＲ４
２０６は、ファイルを構成する範囲のリンクされたリ
ストから物理的に除去されていない。そうではなく、レ
コードの削除を指示するようにレコードのステータスを
セットすることによって範囲レコードＲ４ ２０６は論
理的に除去されているのである。
のための単なる１つの考え得るリンクされたリスト配列
を表すに過ぎない。図５に同一ファイルを表す別の配列
を示す。範囲Ｅ４ ２１４はファイルに追加されたが、
削除されている。好ましい実施例では範囲レコードＲ４
２０６は、ファイルを構成する範囲のリンクされたリ
ストから物理的に除去されていない。そうではなく、レ
コードの削除を指示するようにレコードのステータスを
セットすることによって範囲レコードＲ４ ２０６は論
理的に除去されているのである。
【００４９】表Ｃ及びＤは、本発明の好ましい実施例に
使用される幾つかのデータ構造を含んでいる。表Ｃに示
されているデータ構造は BootRecord である。 BootRec
ordは、以下に説明するように、ファイルシステムの識
別に関するある一般的な情報、 FEProm をアクセスする
ことができるファイルシステムのバージョン番号、ルー
トディレクトリを指し示すポインタ、及び付加的なデー
タを含む。表Ｄに示す第１及び第２の構造は、 DirEntr
y 構造及び FileEntry構造である。これらの構造の１つ
が各ディレクトリ及びファイル毎に割当てられる。これ
らの構造は同一である。変数 SiblingPtr はディレクト
リ階層の同一レベルの DirEntry 構造及びFileEntry 構
造のリンクされたリスト内の次の同胞を指し示す。変数
PrimaryPtr 及び SecondaryPtr は以下に詳述する。第
３の構造は、 FileInfo 構造である。各ファイル範囲は
関連 FileInfo 構造を有している。変数 PrimaryPtr は
ファイルの FileInfo 構造を指し示す。 定義 Signature 媒体がこのファイルシステムを
支援することを指示する値 SerialNumber VolumeLabel との組合せは特定
FEProm の独特な識別子である FFSWriteVersion このボリュームへ書込むために
要求されるファイルシステムの高バイトにおけるバージ
ョン番号及び低バイトにおける改定番号 FFSReadVersion このボリュームを読出すために
要求されるファイルシステムの最早バージョンの高バイ
トにおけるバージョン番号及び低バイトにおける改定番
号 TotalBlockCount FEProm内の予備ブロックを含む
ブロックの合計数 SpareBlockCount ブロック再利用及びエラー回復
に使用可能なブロックの数 BlockLen バイトで表したブロックの長さ RootDirectoryPtr ルートディレクトリを指し示す
ポインタ Status ファイル名フォーマットを指定
するデータ VolumeLabelLen ボリュームラベル内の文字の数 BootCodeLen ブートコードアレイ内のバイト
の数。もし０ならば媒体はブート不能 VolumeLabel 〔 〕 ボリュームラベル BootCode〔 〕 オペレーティングシステムに関
するブートコード 定義 Name ディレクトリ／ファイル名 Ext ファイル拡張 Statusbit # 0 １：レコードはディレクトリ構造内に
存在（存在） ０：レコードはディレクトリ構造から削除済（削除済） 1 １：レコードは現属性、日付、及び時
間データを含む( ATDRecent ) ０：レコードは置換されたデータを含むか、またはデー
タを含まない( ATDSuperseded ) 3 - 2 １１：未定義 １０：FileInfo ０１：FileEntry ００：DirEntry 4 １： PrimaryPtr は有効ではない ０： PrimaryPtr は有効 ( PrimaryPtrValid ) 5 １： SecondaryPtr は有効ではない ０： SecondaryPtr は有効 ( SecondaryPtrValid ) 6 １： SiblingPtr/ExtentPtr は有効で
はない ０： SiblingPtr/ExtentPtr は有効( SiblingPtrValid/
ExtentPtrValid ) DirEntry 15 - 7 保留 FileEntry 7 １：ファイルは圧縮されていない ０：ファイルは圧縮されている 15 - 8 圧縮アルゴリズムの識別 FileInfo 7 １：ファイルは圧縮されていない ０：ファイルは圧縮されている 8 １：範囲は圧縮されたブロックの最
初のセグメントを含まない ０：範囲は圧縮されたブロックの最初のセグメントを含
む 9 １：範囲は圧縮されたブロックの最
後のセグメントを含まない ０：範囲は圧縮されたブロックの最後のセグメントを含
む 15 - 10 保留 SiblingPtr 同胞連鎖内の次の DirEntry ま
たは FileEntryを指すポインタ ExtentPtr FileInfoEntry に対応付けられ
た範囲を指すポインタ PrimaryPtr DirEntry：ディレクトリ階層内
の次に低いレベルの最初の DirEntry または FileEntry
を指す FileEntry ：ファイルに対応付けられた FileInfo エン
トリのリンクされたリストを指す FileInfo：ファイルのための次の FileInfo エントリを
指す SecondaryPtr DirEntry：ディレクトリのため
の次の DirEntry エントリを指す；SecondaryPtrを除く
このエントリの全内容は有効ではなく、無視される FileEntry ：ファイルのための次の FileEntryエントリ
を指す；SecondaryPtrを除くこのエントリの全内容は有
効ではなく、無視される FileInfo：ファイルのための次の FileInfo エントリを
指す Attributes 読出し専用、読出し／書込み等
のようなファイル属性 Time 創成または変更の時刻 Date 創成または変更の日付 NameLen バイトで表した名前及び拡張の
長さ Name〔８〕 名前 Ext 〔３〕 拡張 ExtentLen バイトで表した範囲の長さ 本発明のファイルシステムは、ディレクトリ及びファイ
ル構造をブロック消去可能な FEProm 内のブロック境界
を横切って分散させる。ファイルシステムは、FEProm内
の記憶装置の割当て及び割当て解除に FEProm 管理者を
使用する。ファイルシステムは、上述したように、リン
クされたリスト内のポインタとしてハンドルを使用す
る。以下の説明では「ハンドル」及び「ポインタ」を互
換可能に使用する。図３０は、図２のディレクトリ階層
の一部のブロック割当て例を示す。図３０に示した部分
はディレクトリ「ルート」、ディレクトリ「 DOS」、デ
ィレクトリ「ワード」、ファイル「 AUTOEXEC.BAT 」、
及びファイル「 COMMAND.COM」のための DirEntry 及び
FileEntryレコードからなっている。ブロック０はディ
レクトリ「 DOS」及びディレクトリ「ワード」を含み、
ブロック 12 はディレクトリ「ルート」及びファイル
「 COMMAND.COM」を含み、そしてブロック 14 はファイ
ル「 AUTOEXEC.BAT 」を含んでいる。
使用される幾つかのデータ構造を含んでいる。表Ｃに示
されているデータ構造は BootRecord である。 BootRec
ordは、以下に説明するように、ファイルシステムの識
別に関するある一般的な情報、 FEProm をアクセスする
ことができるファイルシステムのバージョン番号、ルー
トディレクトリを指し示すポインタ、及び付加的なデー
タを含む。表Ｄに示す第１及び第２の構造は、 DirEntr
y 構造及び FileEntry構造である。これらの構造の１つ
が各ディレクトリ及びファイル毎に割当てられる。これ
らの構造は同一である。変数 SiblingPtr はディレクト
リ階層の同一レベルの DirEntry 構造及びFileEntry 構
造のリンクされたリスト内の次の同胞を指し示す。変数
PrimaryPtr 及び SecondaryPtr は以下に詳述する。第
３の構造は、 FileInfo 構造である。各ファイル範囲は
関連 FileInfo 構造を有している。変数 PrimaryPtr は
ファイルの FileInfo 構造を指し示す。 定義 Signature 媒体がこのファイルシステムを
支援することを指示する値 SerialNumber VolumeLabel との組合せは特定
FEProm の独特な識別子である FFSWriteVersion このボリュームへ書込むために
要求されるファイルシステムの高バイトにおけるバージ
ョン番号及び低バイトにおける改定番号 FFSReadVersion このボリュームを読出すために
要求されるファイルシステムの最早バージョンの高バイ
トにおけるバージョン番号及び低バイトにおける改定番
号 TotalBlockCount FEProm内の予備ブロックを含む
ブロックの合計数 SpareBlockCount ブロック再利用及びエラー回復
に使用可能なブロックの数 BlockLen バイトで表したブロックの長さ RootDirectoryPtr ルートディレクトリを指し示す
ポインタ Status ファイル名フォーマットを指定
するデータ VolumeLabelLen ボリュームラベル内の文字の数 BootCodeLen ブートコードアレイ内のバイト
の数。もし０ならば媒体はブート不能 VolumeLabel 〔 〕 ボリュームラベル BootCode〔 〕 オペレーティングシステムに関
するブートコード 定義 Name ディレクトリ／ファイル名 Ext ファイル拡張 Statusbit # 0 １：レコードはディレクトリ構造内に
存在（存在） ０：レコードはディレクトリ構造から削除済（削除済） 1 １：レコードは現属性、日付、及び時
間データを含む( ATDRecent ) ０：レコードは置換されたデータを含むか、またはデー
タを含まない( ATDSuperseded ) 3 - 2 １１：未定義 １０：FileInfo ０１：FileEntry ００：DirEntry 4 １： PrimaryPtr は有効ではない ０： PrimaryPtr は有効 ( PrimaryPtrValid ) 5 １： SecondaryPtr は有効ではない ０： SecondaryPtr は有効 ( SecondaryPtrValid ) 6 １： SiblingPtr/ExtentPtr は有効で
はない ０： SiblingPtr/ExtentPtr は有効( SiblingPtrValid/
ExtentPtrValid ) DirEntry 15 - 7 保留 FileEntry 7 １：ファイルは圧縮されていない ０：ファイルは圧縮されている 15 - 8 圧縮アルゴリズムの識別 FileInfo 7 １：ファイルは圧縮されていない ０：ファイルは圧縮されている 8 １：範囲は圧縮されたブロックの最
初のセグメントを含まない ０：範囲は圧縮されたブロックの最初のセグメントを含
む 9 １：範囲は圧縮されたブロックの最
後のセグメントを含まない ０：範囲は圧縮されたブロックの最後のセグメントを含
む 15 - 10 保留 SiblingPtr 同胞連鎖内の次の DirEntry ま
たは FileEntryを指すポインタ ExtentPtr FileInfoEntry に対応付けられ
た範囲を指すポインタ PrimaryPtr DirEntry：ディレクトリ階層内
の次に低いレベルの最初の DirEntry または FileEntry
を指す FileEntry ：ファイルに対応付けられた FileInfo エン
トリのリンクされたリストを指す FileInfo：ファイルのための次の FileInfo エントリを
指す SecondaryPtr DirEntry：ディレクトリのため
の次の DirEntry エントリを指す；SecondaryPtrを除く
このエントリの全内容は有効ではなく、無視される FileEntry ：ファイルのための次の FileEntryエントリ
を指す；SecondaryPtrを除くこのエントリの全内容は有
効ではなく、無視される FileInfo：ファイルのための次の FileInfo エントリを
指す Attributes 読出し専用、読出し／書込み等
のようなファイル属性 Time 創成または変更の時刻 Date 創成または変更の日付 NameLen バイトで表した名前及び拡張の
長さ Name〔８〕 名前 Ext 〔３〕 拡張 ExtentLen バイトで表した範囲の長さ 本発明のファイルシステムは、ディレクトリ及びファイ
ル構造をブロック消去可能な FEProm 内のブロック境界
を横切って分散させる。ファイルシステムは、FEProm内
の記憶装置の割当て及び割当て解除に FEProm 管理者を
使用する。ファイルシステムは、上述したように、リン
クされたリスト内のポインタとしてハンドルを使用す
る。以下の説明では「ハンドル」及び「ポインタ」を互
換可能に使用する。図３０は、図２のディレクトリ階層
の一部のブロック割当て例を示す。図３０に示した部分
はディレクトリ「ルート」、ディレクトリ「 DOS」、デ
ィレクトリ「ワード」、ファイル「 AUTOEXEC.BAT 」、
及びファイル「 COMMAND.COM」のための DirEntry 及び
FileEntryレコードからなっている。ブロック０はディ
レクトリ「 DOS」及びディレクトリ「ワード」を含み、
ブロック 12 はディレクトリ「ルート」及びファイル
「 COMMAND.COM」を含み、そしてブロック 14 はファイ
ル「 AUTOEXEC.BAT 」を含んでいる。
【００５０】図２８は、図３０の例のブロック割当て構
造及び領域例を示す。図２８はブロック０ ２４０１、
ブロック１２ ２４０２、及びブロック１４ ２４０３
を示す。ブロック０ ２４０１は、領域２４２０及び２
４３０を含む。領域２４２０はディレクトリ「 DOS」の
ための DirEntry を含み、領域２４３０はディレクトリ
「ワード」のための DirEntry を含む。ブロック０ ２
４０１は、見出し２４０４、領域２４２０に対応する A
lloc
造及び領域例を示す。図２８はブロック０ ２４０１、
ブロック１２ ２４０２、及びブロック１４ ２４０３
を示す。ブロック０ ２４０１は、領域２４２０及び２
４３０を含む。領域２４２０はディレクトリ「 DOS」の
ための DirEntry を含み、領域２４３０はディレクトリ
「ワード」のための DirEntry を含む。ブロック０ ２
４０１は、見出し２４０４、領域２４２０に対応する A
lloc
〔０〕エントリ２４２１、及び領域２４３０に対応
する Alloc〔１〕エントリ２４３１をも含む。ブロック
１２ ２４０２は領域２４１０及び２４５０を含む。領
域２４１０はディレクトリ「ルート」のための DirEntr
y を含み、領域２４５０はファイル「 COMMAND.COM」の
ための FileEntryを含む。ブロック１２ ２４０２は、
ブロック見出し２４０５、領域２４１０に対応する All
oc
する Alloc〔１〕エントリ２４３１をも含む。ブロック
１２ ２４０２は領域２４１０及び２４５０を含む。領
域２４１０はディレクトリ「ルート」のための DirEntr
y を含み、領域２４５０はファイル「 COMMAND.COM」の
ための FileEntryを含む。ブロック１２ ２４０２は、
ブロック見出し２４０５、領域２４１０に対応する All
oc
〔０〕エントリ２４１１、及び領域２４５０に対応す
るAlloc〔１〕エントリ２４５１をも含む。ブロック１
４ ２４０３は、領域２４９０及び２４４０を含む。領
域２４９０はブートレコードを含み、領域２４４０はフ
ァイル「 AUTOEXEC.BAT 」のための FileEntryを含む。
ブロック１４ ２４０３は、ブロック見出し２４０６、
領域２４９０に対応する Alloc
るAlloc〔１〕エントリ２４５１をも含む。ブロック１
４ ２４０３は、領域２４９０及び２４４０を含む。領
域２４９０はブートレコードを含み、領域２４４０はフ
ァイル「 AUTOEXEC.BAT 」のための FileEntryを含む。
ブロック１４ ２４０３は、ブロック見出し２４０６、
領域２４９０に対応する Alloc
〔０〕エントリ２４９
１、及び領域２４４０に対応する Alloc〔１〕エントリ
２４４１をも含む。
１、及び領域２４４０に対応する Alloc〔１〕エントリ
２４４１をも含む。
【００５１】図２８では、ポインタ２４０７、２４１
３、２４２３３、２４３３、２４４３、２４５３、及び
２４９３は、ポインタ２４０７から始まりブロック見出
し２４０６内のブートレコードまでのディレクトリ階層
を限定する。ブートレコード２４９０はブロック１４
２４０３内にある。ブロック１４ ２４０３のための可
変ステータスは、このブロックがブートディレクトリを
含んでいることを指示する。 BootRecordPtr２４０７は
ブートレコードのための Alloc
３、２４２３３、２４３３、２４４３、２４５３、及び
２４９３は、ポインタ２４０７から始まりブロック見出
し２４０６内のブートレコードまでのディレクトリ階層
を限定する。ブートレコード２４９０はブロック１４
２４０３内にある。ブロック１４ ２４０３のための可
変ステータスは、このブロックがブートディレクトリを
含んでいることを指示する。 BootRecordPtr２４０７は
ブートレコードのための Alloc
〔０〕エントリ２４９１
を指し示している。 Alloc
を指し示している。 Alloc
〔０〕エントリ２４９１は、
領域２４９０のオフセットを含む変数「オフセット」２
４９２を含む。領域２４９０はブートレコードを含む。
ブートレコードはディレクトリ「ルート」に対応する A
lloc
領域２４９０のオフセットを含む変数「オフセット」２
４９２を含む。領域２４９０はブートレコードを含む。
ブートレコードはディレクトリ「ルート」に対応する A
lloc
〔０〕エントリ２４１１を指し示すポインタ RootD
irectoryPtr ２４９３を含む。 Alloc
irectoryPtr ２４９３を含む。 Alloc
〔０〕エントリ２
４１１は、領域２４１０のオフセットを含む変数「オフ
セット」２４１２を含む。領域２４１０はディレクトリ
「ルート」のための DirEntry を含む。ディレクトリ
「ルート」の PrimaryPtr ２４１３はディレクトリ「 D
OS」に対応する Alloc
４１１は、領域２４１０のオフセットを含む変数「オフ
セット」２４１２を含む。領域２４１０はディレクトリ
「ルート」のための DirEntry を含む。ディレクトリ
「ルート」の PrimaryPtr ２４１３はディレクトリ「 D
OS」に対応する Alloc
〔０〕エントリ２４２１を指し示
す。 Alloc
す。 Alloc
〔０〕エントリ２４２１は、領域２４２０の
オフセットを含む変数「オフセット」２４２２を含む。
オフセットを含む変数「オフセット」２４２２を含む。
【００５２】領域２４２０はディレクトリ DOSのための
DirEntry を含む。ディレクトリ「DOS」の SiblingPtr
２４２３はディレクトリ「ワード」のための Alloc
〔１〕エントリ２４３１を指し示す。 Alloc〔１〕エン
トリ２４３１は、領域２４３０のオフセットを含む変数
「オフセット」２４３２を含む。領域２４３０はディレ
クトリ「ワード」のための DirEntry を含む。ディレク
トリ「ワード」の SiblingPtr ２４３３はファイル「 A
UTOEXEC.BAT 」のための Alloc〔１〕エントリ２４４１
を指し示す。 Alloc〔１〕エントリ２４４１は、領域２
４４０のオフセットを含む変数「オフセット」２４４２
を含む。領域２４４０はファイル「 AUTOEXEC.BAT 」の
ための FileEntryを含む。ファイル「 AUTOEXEC.BAT 」
のためのポインタ SiblingPtr ２４４３はファイル「 C
OMMAND.COM」のための Alloc〔１〕エントリ２４５１を
指し示す。 Alloc〔１〕エントリ２４５１は、領域２４
５０のオフセットを含む変数「オフセット」２４５２を
含む。領域２４５０はファイル「 COMMAND.COM」のため
の FileEntryを含む。 SiblingPtr ２４５３は FNULLに
セットされ、リンクされたリストの終わりを指示する。
DirEntry を含む。ディレクトリ「DOS」の SiblingPtr
２４２３はディレクトリ「ワード」のための Alloc
〔１〕エントリ２４３１を指し示す。 Alloc〔１〕エン
トリ２４３１は、領域２４３０のオフセットを含む変数
「オフセット」２４３２を含む。領域２４３０はディレ
クトリ「ワード」のための DirEntry を含む。ディレク
トリ「ワード」の SiblingPtr ２４３３はファイル「 A
UTOEXEC.BAT 」のための Alloc〔１〕エントリ２４４１
を指し示す。 Alloc〔１〕エントリ２４４１は、領域２
４４０のオフセットを含む変数「オフセット」２４４２
を含む。領域２４４０はファイル「 AUTOEXEC.BAT 」の
ための FileEntryを含む。ファイル「 AUTOEXEC.BAT 」
のためのポインタ SiblingPtr ２４４３はファイル「 C
OMMAND.COM」のための Alloc〔１〕エントリ２４５１を
指し示す。 Alloc〔１〕エントリ２４５１は、領域２４
５０のオフセットを含む変数「オフセット」２４５２を
含む。領域２４５０はファイル「 COMMAND.COM」のため
の FileEntryを含む。 SiblingPtr ２４５３は FNULLに
セットされ、リンクされたリストの終わりを指示する。
【００５３】このファイルシステムは、ディレクトリの
追加及び削除、及びファイルの創成、拡張及び変更を可
能にする。図７は、ディレクトリを FEProm へ追加する
ルーチンの流れ図である。このルーチンの入力パラメタ
は、新しいディレクトリの完全パスネームと、新しいデ
ィレクトリのための属性データである。このルーチン
は、親ディレクトリのための DirEntry のアドレスを含
むように変数Ｐをセットし、また子ディレクトリのため
の DirEntry のアドレスを含むように変数Ｃをセットす
る。例えば、パスネーム“＼Ｐ＼Ｃ”は、ルートディレ
クトリのサブディレクトリであるＰのサブディレクトリ
であるディレクトリＣが創成されることを意味する。図
８はディレクトリＣがＰの最初のサブディレクトリであ
る場合を示し、図９はディレクトリＣがＰの最初のサブ
ディレクトリではない場合を示す。図８及び９におい
て、実線はディレクトリＣを追加する前のディレクトリ
構造を示し、点線はディレクトリＣが追加された後のデ
ィレクトリ構造を示す。
追加及び削除、及びファイルの創成、拡張及び変更を可
能にする。図７は、ディレクトリを FEProm へ追加する
ルーチンの流れ図である。このルーチンの入力パラメタ
は、新しいディレクトリの完全パスネームと、新しいデ
ィレクトリのための属性データである。このルーチン
は、親ディレクトリのための DirEntry のアドレスを含
むように変数Ｐをセットし、また子ディレクトリのため
の DirEntry のアドレスを含むように変数Ｃをセットす
る。例えば、パスネーム“＼Ｐ＼Ｃ”は、ルートディレ
クトリのサブディレクトリであるＰのサブディレクトリ
であるディレクトリＣが創成されることを意味する。図
８はディレクトリＣがＰの最初のサブディレクトリであ
る場合を示し、図９はディレクトリＣがＰの最初のサブ
ディレクトリではない場合を示す。図８及び９におい
て、実線はディレクトリＣを追加する前のディレクトリ
構造を示し、点線はディレクトリＣが追加された後のデ
ィレクトリ構造を示す。
【００５４】図７のブロック４０１においてシステム
は、ルートディレクトリからの経路を追跡することによ
ってディレクトリＰを探知し、ディレクトリＰのための
DirEntry を指し示すように変数Ｐをセットする。ディ
レクトリＰを探知する時システムは、変数 SecondaryPt
r によって置換されていない限り変数 PrimaryPtr を追
跡する。ブロック４０２では、システムはディレクトリ
Ｃのための DirEntry に領域を割当てる。システムは、
FEProm 管理者の手順を呼出すことによって領域を割当
てる。システムは、割当て済領域を指し示すように変数
Ｃをセットする。以下の説明では FEProm 管理者から戻
されるハンドルを領域を指し示すポインタと呼ぶ。ブロ
ック４０３においてシステムは、変数「名、時刻、日
付、及び属性」を新たに割当てられたレコード内にセッ
トし、新たに割当てられたエントリがディレクトリエン
トリであることを指示するように変数「ステータス」を
セットする。
は、ルートディレクトリからの経路を追跡することによ
ってディレクトリＰを探知し、ディレクトリＰのための
DirEntry を指し示すように変数Ｐをセットする。ディ
レクトリＰを探知する時システムは、変数 SecondaryPt
r によって置換されていない限り変数 PrimaryPtr を追
跡する。ブロック４０２では、システムはディレクトリ
Ｃのための DirEntry に領域を割当てる。システムは、
FEProm 管理者の手順を呼出すことによって領域を割当
てる。システムは、割当て済領域を指し示すように変数
Ｃをセットする。以下の説明では FEProm 管理者から戻
されるハンドルを領域を指し示すポインタと呼ぶ。ブロ
ック４０３においてシステムは、変数「名、時刻、日
付、及び属性」を新たに割当てられたレコード内にセッ
トし、新たに割当てられたエントリがディレクトリエン
トリであることを指示するように変数「ステータス」を
セットする。
【００５５】ブロック４０５乃至４１２においてシステ
ムは、新しいディレクトリエントリを古いディレクトリ
構造内へリンクする。システムは、ブロック４０６乃至
４１０において新しいディレクトリがＰの最初のサブデ
ィレクトリではない場合の状況を処理し、ブロック４１
１及び４１２において新しいディレクトリがＰの最初の
サブディレクトリである場合の状況を処理する。ブロッ
ク４０５において、もし PrimaryPtr が有効であること
をＰ−＞「ステータス」が指示すれば、ディレクトリＰ
はサブディレクトリを有しているか、または有していた
のであり、システムはブロック４０６へ進み、そうでな
い場合ディレクトリＰはサブディレクトリを有していた
ことはなく、システムはブロック４１１へ進む。ブロッ
ク４１１では、システムは新たに割当てられたディレク
トリエントリであるディレクトリＣを指し示すようにＰ
−＞ PrimaryPtr をセットして新しいディレクトリへの
リンキングを遂行する。ブロック４１２においてシステ
ムは、変数 PrimaryPtr が有効であることを指示するよ
うにＰ−＞「ステータス」をセットしてルーチンを終了
する。
ムは、新しいディレクトリエントリを古いディレクトリ
構造内へリンクする。システムは、ブロック４０６乃至
４１０において新しいディレクトリがＰの最初のサブデ
ィレクトリではない場合の状況を処理し、ブロック４１
１及び４１２において新しいディレクトリがＰの最初の
サブディレクトリである場合の状況を処理する。ブロッ
ク４０５において、もし PrimaryPtr が有効であること
をＰ−＞「ステータス」が指示すれば、ディレクトリＰ
はサブディレクトリを有しているか、または有していた
のであり、システムはブロック４０６へ進み、そうでな
い場合ディレクトリＰはサブディレクトリを有していた
ことはなく、システムはブロック４１１へ進む。ブロッ
ク４１１では、システムは新たに割当てられたディレク
トリエントリであるディレクトリＣを指し示すようにＰ
−＞ PrimaryPtr をセットして新しいディレクトリへの
リンキングを遂行する。ブロック４１２においてシステ
ムは、変数 PrimaryPtr が有効であることを指示するよ
うにＰ−＞「ステータス」をセットしてルーチンを終了
する。
【００５６】ブロック４０６においてシステムは、変数
next-ptr をＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットする。
変数 next-ptr は同胞サブディレクトリのリンクされた
リスト内の次のディレクトリを指し示すポインタを含
む。ブロック４０７において、SiblingPtrが有効である
ことを next-ptr によって指し示されるレコードのステ
ータスが指示していればシステムはブロック４０８へ進
み、そうでなければ同胞のリンクされたリストの終わり
に到達したのであり、システムはブロック４０９へ進
む。ブロック４０８では、 next-ptr は next-ptr によ
って指し示されるレコードの SiblingPtr に等しくセッ
トされ、これはリンクされたリスト内の次のディレクト
リを指し示すように next-ptr を前進させ、システムは
ブロック４０７へ進められてリンクされたリストの終わ
りに達したか否かが決定される。同胞のリンクされたリ
ストの終わりを探索する場合、システムは変数 Sibling
Ptr を追跡する。システムはブロック４０９において、
next-ptr によって指し示されるレコードの SiblingPt
r を、ディレクトリＣのためのDirEntryを指し示すポイ
ンタに等しくセットする。ブロック４１０においてシス
テムは、新たに割当てられたディレクトリエントリを指
し示すエントリ内の SiblingPtr が有効であることを指
示するように、 next-ptr によって指し示されるレコー
ドの「ステータス」をセットし、ルーチンを終了する。
next-ptr をＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットする。
変数 next-ptr は同胞サブディレクトリのリンクされた
リスト内の次のディレクトリを指し示すポインタを含
む。ブロック４０７において、SiblingPtrが有効である
ことを next-ptr によって指し示されるレコードのステ
ータスが指示していればシステムはブロック４０８へ進
み、そうでなければ同胞のリンクされたリストの終わり
に到達したのであり、システムはブロック４０９へ進
む。ブロック４０８では、 next-ptr は next-ptr によ
って指し示されるレコードの SiblingPtr に等しくセッ
トされ、これはリンクされたリスト内の次のディレクト
リを指し示すように next-ptr を前進させ、システムは
ブロック４０７へ進められてリンクされたリストの終わ
りに達したか否かが決定される。同胞のリンクされたリ
ストの終わりを探索する場合、システムは変数 Sibling
Ptr を追跡する。システムはブロック４０９において、
next-ptr によって指し示されるレコードの SiblingPt
r を、ディレクトリＣのためのDirEntryを指し示すポイ
ンタに等しくセットする。ブロック４１０においてシス
テムは、新たに割当てられたディレクトリエントリを指
し示すエントリ内の SiblingPtr が有効であることを指
示するように、 next-ptr によって指し示されるレコー
ドの「ステータス」をセットし、ルーチンを終了する。
【００５７】図１０は、新しいファイルに関して FileE
ntryレコードをファイルシステム内へ追加するルーチン
の流れ図である。 FileEntryレコードは階層的な木構造
のファイルシステムの単なる葉ノードに過ぎず、 FileE
ntryレコードを追加するルーチンは図７に示したディレ
クトリ追加ルーチンに酷似している。主要な相違点はブ
ロック８０３において、レコードがファイルであること
を指示するように変数「ステータス」がセットされるこ
とである。
ntryレコードをファイルシステム内へ追加するルーチン
の流れ図である。 FileEntryレコードは階層的な木構造
のファイルシステムの単なる葉ノードに過ぎず、 FileE
ntryレコードを追加するルーチンは図７に示したディレ
クトリ追加ルーチンに酷似している。主要な相違点はブ
ロック８０３において、レコードがファイルであること
を指示するように変数「ステータス」がセットされるこ
とである。
【００５８】図１１及び１２は、データをファイルの終
わりに追加するためのルーチンの流れ図である。このル
ーチンには、完全パスネーム、書込まれるデータ及び書
込まれるバイトの数が渡される。図１３は拡張されるフ
ァイル＼L.DAT を含むディレクトリ構造のレイアウトの
見本である。実線はファイルが拡張される前の構造を示
し、点線はファイルが拡張された後の構造を示す。ファ
イル「 L.DAT」は始めに FileEntryレコード１１０１、
FileInfo レコード１１０２、及びそれに対応付けられ
た範囲１１０３を有している。点線は、範囲Ｄ２ １１
０５内のファイルへ追加されるデータを有する FileInf
o レコード１１０４を表す。
わりに追加するためのルーチンの流れ図である。このル
ーチンには、完全パスネーム、書込まれるデータ及び書
込まれるバイトの数が渡される。図１３は拡張されるフ
ァイル＼L.DAT を含むディレクトリ構造のレイアウトの
見本である。実線はファイルが拡張される前の構造を示
し、点線はファイルが拡張された後の構造を示す。ファ
イル「 L.DAT」は始めに FileEntryレコード１１０１、
FileInfo レコード１１０２、及びそれに対応付けられ
た範囲１１０３を有している。点線は、範囲Ｄ２ １１
０５内のファイルへ追加されるデータを有する FileInf
o レコード１１０４を表す。
【００５９】図１１のブロック１００１においてシステ
ムは、領域を FEProm 内の新 FileInfo レコードに割当
て、そのレコードを指し示すように変数 FI をセットす
る。システムはブロック１００２において領域をデータ
範囲に割当て、その範囲を指し示すように変数Ｄをセッ
トする。システムはブロック１００３において、割当て
られたブロックへデータを書込む。ブロック１００４に
おいてシステムは割当てられた FileInfo エントリ内に
変数「属性、時刻、及び日付」をセットする。ブロック
１００５においてシステムは、 FI −＞ ExtentPtrを割
当てられた範囲のハンドルにセットする。ブロック１０
０５Ａでは、 FI −＞ ExtentLenが範囲の長さを含むよ
うにセットされる。ブロック１００５Ｂでは FI −＞
「ステータス」が、「存在」、 ATDRecent、 FileInfo
、及び ExtentPtrvalid にセットされる。ブロック１
００６ではシステムは、拡張すべきファイルの FileEnt
ryレコードを探知し、そのレコードのアドレスに FE を
セットする。好ましい実施例では、システムは新範囲及
び FileInfo レコードを割当てる前に FileEntryレコー
ドを探知して、何等かの割当てが行われる前にファイル
が存在するようにしている。
ムは、領域を FEProm 内の新 FileInfo レコードに割当
て、そのレコードを指し示すように変数 FI をセットす
る。システムはブロック１００２において領域をデータ
範囲に割当て、その範囲を指し示すように変数Ｄをセッ
トする。システムはブロック１００３において、割当て
られたブロックへデータを書込む。ブロック１００４に
おいてシステムは割当てられた FileInfo エントリ内に
変数「属性、時刻、及び日付」をセットする。ブロック
１００５においてシステムは、 FI −＞ ExtentPtrを割
当てられた範囲のハンドルにセットする。ブロック１０
０５Ａでは、 FI −＞ ExtentLenが範囲の長さを含むよ
うにセットされる。ブロック１００５Ｂでは FI −＞
「ステータス」が、「存在」、 ATDRecent、 FileInfo
、及び ExtentPtrvalid にセットされる。ブロック１
００６ではシステムは、拡張すべきファイルの FileEnt
ryレコードを探知し、そのレコードのアドレスに FE を
セットする。好ましい実施例では、システムは新範囲及
び FileInfo レコードを割当てる前に FileEntryレコー
ドを探知して、何等かの割当てが行われる前にファイル
が存在するようにしている。
【００６０】図１１の続きである図１２のブロック１０
０７乃至１０１２においてシステムは、拡張すべきファ
イルの最後の FileInfo レコード（もし１つが存在すれ
ば）を探知する。システムは FileEntryレコード及び F
ileInfo レコードの PrimaryPtr または SecondaryPtr
を追跡する。有効 SecondaryPtr は、 PrimaryPtr によ
って指し示されるレコードが、 SecondaryPtr によって
指し示されるレコード内のデータによって置換されたこ
とを指示する。ブロック１００７においてシステムは、
ポインタ next-ptr を FileEntryレコードを指し示すポ
インタに等しくセットする。ブロック１００８Ａでは、
ポインタ prev-ptr が next-ptr に等しくセットされ
る。ファイル内の最後の FileInfo レコードが探知され
ると、ポインタ prev-ptr はそのレコードを指し示すポ
インタを含む。ブロック１００９では、もし Secondary
Ptr が有効であることを next-ptr によって指し示され
るレコードのステータスが指示していれば、 PrimaryPt
r によって指し示されるレコード内のデータは置換され
たのであり、システムはブロック１０１１へ進み、そう
でない場合はシステムはブロック１０１０へ進む。ブロ
ック１０１０においてシステムは next-ptr を、 next-
ptr によって指し示されるレコードの PrimaryPtr に等
しくセットしてリンクされたリスト内の次のレコードを
指し示すポインタを入手し、ブロック１０１２へ進む。
ブロック１０１１ではシステムは next-ptr を、 next-
ptr によって指し示されるレコードの SecondaryPtr に
等しくセットしてリンクされたリスト内の次のレコード
を指し示すポインタを入手し、ブロック１００８Ａへ進
む。ブロック１０１２では、もし next-ptr が有効であ
れば、リンクされたリストの終わりに達したのであり、
システムはブロック１０１３へ進み、そうでない場合に
はシステムは１００８Ａへ戻ってリンクされたリスト内
の次のレコードを処理する。ブロック１０１３ではシス
テムは prev-ptr によって指し示されるレコードの Pri
maryPtr を、 FI を指し示すポインタに等しくセットし
てファイルの拡張を遂行する。ブロック１０１４におい
てシステムはprev-ptrによって指し示されるレコードの
「ステータス」を PrimaryPtrValidに等しくセットして
ルーチンを終了する。
０７乃至１０１２においてシステムは、拡張すべきファ
イルの最後の FileInfo レコード（もし１つが存在すれ
ば）を探知する。システムは FileEntryレコード及び F
ileInfo レコードの PrimaryPtr または SecondaryPtr
を追跡する。有効 SecondaryPtr は、 PrimaryPtr によ
って指し示されるレコードが、 SecondaryPtr によって
指し示されるレコード内のデータによって置換されたこ
とを指示する。ブロック１００７においてシステムは、
ポインタ next-ptr を FileEntryレコードを指し示すポ
インタに等しくセットする。ブロック１００８Ａでは、
ポインタ prev-ptr が next-ptr に等しくセットされ
る。ファイル内の最後の FileInfo レコードが探知され
ると、ポインタ prev-ptr はそのレコードを指し示すポ
インタを含む。ブロック１００９では、もし Secondary
Ptr が有効であることを next-ptr によって指し示され
るレコードのステータスが指示していれば、 PrimaryPt
r によって指し示されるレコード内のデータは置換され
たのであり、システムはブロック１０１１へ進み、そう
でない場合はシステムはブロック１０１０へ進む。ブロ
ック１０１０においてシステムは next-ptr を、 next-
ptr によって指し示されるレコードの PrimaryPtr に等
しくセットしてリンクされたリスト内の次のレコードを
指し示すポインタを入手し、ブロック１０１２へ進む。
ブロック１０１１ではシステムは next-ptr を、 next-
ptr によって指し示されるレコードの SecondaryPtr に
等しくセットしてリンクされたリスト内の次のレコード
を指し示すポインタを入手し、ブロック１００８Ａへ進
む。ブロック１０１２では、もし next-ptr が有効であ
れば、リンクされたリストの終わりに達したのであり、
システムはブロック１０１３へ進み、そうでない場合に
はシステムは１００８Ａへ戻ってリンクされたリスト内
の次のレコードを処理する。ブロック１０１３ではシス
テムは prev-ptr によって指し示されるレコードの Pri
maryPtr を、 FI を指し示すポインタに等しくセットし
てファイルの拡張を遂行する。ブロック１０１４におい
てシステムはprev-ptrによって指し示されるレコードの
「ステータス」を PrimaryPtrValidに等しくセットして
ルーチンを終了する。
【００６１】図１４及び１５は、ファイル内のデータを
更新する「ファイル更新」ルーチンの流れ図である。こ
のルーチンのパラメタは、変更された関連範囲を持つた
めのFileInfoブロックのアドレスであるＲと、新データ
のための範囲内へのオフセットである extent-offset
と、新データである new-data と、新データの長さであ
る data-lengthとである。少なくともあるブロックが消
去されるまでは、FEPromは１回書込み装置であるから、
データが記憶される領域は、ファイルへの更新が発生す
る時には再書込みはできない。以下に説明するように好
ましい実施例では更新されるデータは FEProm の異なる
領域へ書込まれる。
更新する「ファイル更新」ルーチンの流れ図である。こ
のルーチンのパラメタは、変更された関連範囲を持つた
めのFileInfoブロックのアドレスであるＲと、新データ
のための範囲内へのオフセットである extent-offset
と、新データである new-data と、新データの長さであ
る data-lengthとである。少なくともあるブロックが消
去されるまでは、FEPromは１回書込み装置であるから、
データが記憶される領域は、ファイルへの更新が発生す
る時には再書込みはできない。以下に説明するように好
ましい実施例では更新されるデータは FEProm の異なる
領域へ書込まれる。
【００６２】図１６は、あるファイルのための FileInf
o レコードのリンクされたリストの典型的部分を示す。
ファイル更新ルーチンは陰影を施した領域１３０１によ
って表されるデータを置換する。図１７は変更されるデ
ータが FEProm へ書込まれた後のリンクされたリストの
構造を示す。３つの FileInfo レコードＲ１ １４１
１、Ｒ２ １４１２、及びＲ３ １４１３がリンクされ
たリスト内へ挿入されている。範囲全体が再書込みされ
るのではなく、実際に変更された部分だけが再書込みさ
れるのである。ルーチンは範囲を３つの区分Ｄ１ １４
０１、Ｄ２ １４０２、及びＤ３ １４０３に分割す
る。区分Ｄ１ １４０１及びＤ３ １４０３は、更新に
よって変化しないデータを含み、区分Ｄ２ １４０２は
変化するデータを含む。各区分は対応する FileInfo レ
コードを有する。 FileInfo レコードＲ１ １４１１、
Ｒ２ １４１２、及びＲ３ １４１３はそれらの Prima
ryPtrフィールドを通してリンクされている。またＲ１
１４１１及びＲ３ １４１３内の ExtentPtrフィール
ドはそれらの対応範囲区分を指し示すようにセットさ
れ、 ExtentLenフィールドがセットされる。新範囲は、
レコードＲ２ １４１２によって指し示される区分であ
る新Ｄ２ １４０４に対応する新データに割当てられ
る。レコードＲ １４１０の SecondaryPtr は FileInf
o Ｒ１ １４１１を指し示し、Ｒ １４１０の Primary
Ptr が置換されたことを指示する。 FileInfoレコード
Ｒ３ １４１３の PrimaryPtr は FileInfo レコードＲ
１４１０の PrimaryPtr 内に含まれている値にセット
されてリンクを完了する。ファイル更新ルーチンは、ブ
ロック内に３つの新 Allocエントリを追加するための範
囲を含む十分なスペースが存在することに依存する。こ
れら３つの Allocエントリは、１つの領域ではなく３つ
の領域内に範囲を再定義する。もし十分なスペースが存
在しなければ、ブロックの再利用によって空きスペース
を発生させることができ、ファイル更新ルーチンを呼出
すことができる。しかし、もし十分な空きスペースが存
在しなければ、その範囲内のデータは新範囲へ移動させ
られる。もしデータが移動させられれば、新データは古
データと統合され、１つだけの FileInfo レコードを有
する新ブロック内の１領域へ書込まれる。古ブロック内
の領域は割当て解除される。好ましい実施例では、 FEP
rom 管理者は既存領域の部分を指し示すAlloc エントリ
の追加を支援する。図１７の例は、ブロックへ追加する
３つの新Alloc エントリを必要とし、これらはＤ１、Ｄ
２、及びＤ３に関連付けられた新たに定義された領域に
対応する。Ｄ２のための Allocエントリは割当て解除さ
れ、Ｄ１及びＤ３のための Allocエントリが割当てられ
る。区分Ｄ１、Ｄ２、及びＤ３からなる領域に対応する
古い Allocエントリのステータスは、それが置換された
ことを指示するようにセットされる。置換済のステータ
スは、 Allocエントリが本質的に対応領域を用いずに割
当て解除されることを指示する。
o レコードのリンクされたリストの典型的部分を示す。
ファイル更新ルーチンは陰影を施した領域１３０１によ
って表されるデータを置換する。図１７は変更されるデ
ータが FEProm へ書込まれた後のリンクされたリストの
構造を示す。３つの FileInfo レコードＲ１ １４１
１、Ｒ２ １４１２、及びＲ３ １４１３がリンクされ
たリスト内へ挿入されている。範囲全体が再書込みされ
るのではなく、実際に変更された部分だけが再書込みさ
れるのである。ルーチンは範囲を３つの区分Ｄ１ １４
０１、Ｄ２ １４０２、及びＤ３ １４０３に分割す
る。区分Ｄ１ １４０１及びＤ３ １４０３は、更新に
よって変化しないデータを含み、区分Ｄ２ １４０２は
変化するデータを含む。各区分は対応する FileInfo レ
コードを有する。 FileInfo レコードＲ１ １４１１、
Ｒ２ １４１２、及びＲ３ １４１３はそれらの Prima
ryPtrフィールドを通してリンクされている。またＲ１
１４１１及びＲ３ １４１３内の ExtentPtrフィール
ドはそれらの対応範囲区分を指し示すようにセットさ
れ、 ExtentLenフィールドがセットされる。新範囲は、
レコードＲ２ １４１２によって指し示される区分であ
る新Ｄ２ １４０４に対応する新データに割当てられ
る。レコードＲ １４１０の SecondaryPtr は FileInf
o Ｒ１ １４１１を指し示し、Ｒ １４１０の Primary
Ptr が置換されたことを指示する。 FileInfoレコード
Ｒ３ １４１３の PrimaryPtr は FileInfo レコードＲ
１４１０の PrimaryPtr 内に含まれている値にセット
されてリンクを完了する。ファイル更新ルーチンは、ブ
ロック内に３つの新 Allocエントリを追加するための範
囲を含む十分なスペースが存在することに依存する。こ
れら３つの Allocエントリは、１つの領域ではなく３つ
の領域内に範囲を再定義する。もし十分なスペースが存
在しなければ、ブロックの再利用によって空きスペース
を発生させることができ、ファイル更新ルーチンを呼出
すことができる。しかし、もし十分な空きスペースが存
在しなければ、その範囲内のデータは新範囲へ移動させ
られる。もしデータが移動させられれば、新データは古
データと統合され、１つだけの FileInfo レコードを有
する新ブロック内の１領域へ書込まれる。古ブロック内
の領域は割当て解除される。好ましい実施例では、 FEP
rom 管理者は既存領域の部分を指し示すAlloc エントリ
の追加を支援する。図１７の例は、ブロックへ追加する
３つの新Alloc エントリを必要とし、これらはＤ１、Ｄ
２、及びＤ３に関連付けられた新たに定義された領域に
対応する。Ｄ２のための Allocエントリは割当て解除さ
れ、Ｄ１及びＤ３のための Allocエントリが割当てられ
る。区分Ｄ１、Ｄ２、及びＤ３からなる領域に対応する
古い Allocエントリのステータスは、それが置換された
ことを指示するようにセットされる。置換済のステータ
スは、 Allocエントリが本質的に対応領域を用いずに割
当て解除されることを指示する。
【００６３】図１４のブロック１２０１においてシステ
ムは FileInfo レコードのための３つの領域を割当て、
領域のアドレスを含むように変数Ｒ１、Ｒ２、及びＲ３
をセットする。ブロック１２０２においてもしＲ−＞
「ステータス」が ATDRecentを指示していれば、システ
ムはＲ１−＞「時刻」、Ｒ１−＞「日付」、及びＲ１−
＞「属性」をＲ内の値にセットし、Ｒ１−＞「ステータ
ス」を ATDRecentにセットし、そうではない場合には、
システムはこれらのフィールドを FNULLにしたままであ
る。好ましい実施例では、 FEProm 管理者は Allocエン
トリを置換にセットするのと、 Allocエントリを既存領
域に割当てるのを支援する。ブロック１２０３において
システムはある領域を新データに割当て、 R2NewDataを
その領域のアドレスにセットする。ブロック１２０４で
は、３つの Allocエントリが割当てられる。これらのエ
ントリはＤ１、Ｄ２、及びＤ３を指し示すように初期化
される。Ｄ１、Ｄ２、及びＤ３からなる領域を指し示す
Allocエントリのステータスは置換にセットされる。ブ
ロック１２０５においてシステムは R2NewDataによって
アドレスされた新領域へ new-data を書込む。システム
はブロック１２０６乃至１２０８Ａにおいてデータを F
ileInfo レコードＲ２内にセットする。ブロック１２０
６においてシステムは、Ｒ２−＞ ExtentPtrを新データ
のための領域を指し示すポインタに等しくセットする。
ブロック１２０７では、Ｒ２−＞ ExtentLenを新領域の
長さに等しくセットする。ブロック１２０８において
は、Ｒ２−＞ PrimaryPtr がＲ３を指し示すポインタに
セットされる。ブロック１２０８Ａにおいてシステム
は、ExtentPtr 及び PrimaryPtr が有効であることを指
示するようにＲ２−＞「ステータス」をセットする。
ムは FileInfo レコードのための３つの領域を割当て、
領域のアドレスを含むように変数Ｒ１、Ｒ２、及びＲ３
をセットする。ブロック１２０２においてもしＲ−＞
「ステータス」が ATDRecentを指示していれば、システ
ムはＲ１−＞「時刻」、Ｒ１−＞「日付」、及びＲ１−
＞「属性」をＲ内の値にセットし、Ｒ１−＞「ステータ
ス」を ATDRecentにセットし、そうではない場合には、
システムはこれらのフィールドを FNULLにしたままであ
る。好ましい実施例では、 FEProm 管理者は Allocエン
トリを置換にセットするのと、 Allocエントリを既存領
域に割当てるのを支援する。ブロック１２０３において
システムはある領域を新データに割当て、 R2NewDataを
その領域のアドレスにセットする。ブロック１２０４で
は、３つの Allocエントリが割当てられる。これらのエ
ントリはＤ１、Ｄ２、及びＤ３を指し示すように初期化
される。Ｄ１、Ｄ２、及びＤ３からなる領域を指し示す
Allocエントリのステータスは置換にセットされる。ブ
ロック１２０５においてシステムは R2NewDataによって
アドレスされた新領域へ new-data を書込む。システム
はブロック１２０６乃至１２０８Ａにおいてデータを F
ileInfo レコードＲ２内にセットする。ブロック１２０
６においてシステムは、Ｒ２−＞ ExtentPtrを新データ
のための領域を指し示すポインタに等しくセットする。
ブロック１２０７では、Ｒ２−＞ ExtentLenを新領域の
長さに等しくセットする。ブロック１２０８において
は、Ｒ２−＞ PrimaryPtr がＲ３を指し示すポインタに
セットされる。ブロック１２０８Ａにおいてシステム
は、ExtentPtr 及び PrimaryPtr が有効であることを指
示するようにＲ２−＞「ステータス」をセットする。
【００６４】図１４の続きである図１５のブロック１２
０９乃至１２１１Ａにおいてシステムは、データを Fil
eInfo レコードＲ３内にセットする。ブロック１２０９
ではＤ３領域を指し示すポインタに等しくＲ３−＞ Ext
entPtrをセットする。ブロック１２１０ではＲ３−＞ E
xtentLenをＤ３領域の長さに等しくセットする。ブロッ
ク１２１１においてシステムは、Ｒ３−＞ PrimaryPtr
をＲ−＞ PrimaryPtrに等しくセットする。ブロック１
２１１Ａでは、ExtentPtr 及び PrimaryPtr が有効であ
ることを指示するようにＲ３−＞「ステータス」をセッ
トする。
０９乃至１２１１Ａにおいてシステムは、データを Fil
eInfo レコードＲ３内にセットする。ブロック１２０９
ではＤ３領域を指し示すポインタに等しくＲ３−＞ Ext
entPtrをセットする。ブロック１２１０ではＲ３−＞ E
xtentLenをＤ３領域の長さに等しくセットする。ブロッ
ク１２１１においてシステムは、Ｒ３−＞ PrimaryPtr
をＲ−＞ PrimaryPtrに等しくセットする。ブロック１
２１１Ａでは、ExtentPtr 及び PrimaryPtr が有効であ
ることを指示するようにＲ３−＞「ステータス」をセッ
トする。
【００６５】ブロック１２１２乃至１２１４Ａにおいて
システムは、データを FileInfo レコードＲ１内にセッ
トする。ブロック１２１２ではＤ１領域を指し示すポイ
ンタに等しくＲ１−＞ ExtentPtrをセットする。ブロッ
ク１２１３ではＲ１−＞ ExtentLenをＤ３領域の長さに
等しくセットする。ブロック１２１４においてシステム
は、Ｒ１−＞ PrimaryPtr をＲ２を指し示すポインタに
セットする。ブロック１２１４Ａでは、ExtentPtr 及び
PrimaryPtr が有効であることを指示するようにＲ１−
＞「ステータス」をセットする。
システムは、データを FileInfo レコードＲ１内にセッ
トする。ブロック１２１２ではＤ１領域を指し示すポイ
ンタに等しくＲ１−＞ ExtentPtrをセットする。ブロッ
ク１２１３ではＲ１−＞ ExtentLenをＤ３領域の長さに
等しくセットする。ブロック１２１４においてシステム
は、Ｒ１−＞ PrimaryPtr をＲ２を指し示すポインタに
セットする。ブロック１２１４Ａでは、ExtentPtr 及び
PrimaryPtr が有効であることを指示するようにＲ１−
＞「ステータス」をセットする。
【００６６】ブロック１２１５においては、Ｒ１を指し
示すポインタに等しくなるようにＲ−＞ SecondaryPtr
がセットされる。ブロック１２１６では、 SecondaryPt
r が有効であることを指示するようにＲ−＞「ステータ
ス」がセットされる。これでルーチンが終了する。図１
８及び１９は、ファイル更新の特別な場合の結合の Fil
eInfo リストを示す。これらの特別な場合を処理するた
めのルーチンは、図１４、１５に示したファイル更新の
一般的な場合の処理に必要なルーチンの部分集合であ
る。図１８において、範囲の始まりから始まるデータが
更新される。区分Ｄ１ １５０１は更新すべき範囲の始
まりのデータを含み、区分Ｄ２ １５０２は更新されな
い範囲の終わりのデータを含む。２つの新 FileInfo レ
コードだけが必要である。第１の FileInfo レコードＲ
１ １５１１は新データ１５０３を指し示し、第２のFi
leInfoレコードＲ２ １５１２は区分Ｄ２ １５０２内
の古いデータを指し示す。図１９に示すように範囲境界
上で終わるデータが更新される場合にも同様な状況が発
生する。ファイル更新の一般的な場合のように、Ｄ１及
びＤ２を含む古い領域は、古い領域を含むブロックに２
つの新しい割当て表エントリを割当てることによって２
つの領域に細分される。またもしエントリのために十分
なスペースが存在しなければ、変更されないデータは新
ブロックへ移動させられる。
示すポインタに等しくなるようにＲ−＞ SecondaryPtr
がセットされる。ブロック１２１６では、 SecondaryPt
r が有効であることを指示するようにＲ−＞「ステータ
ス」がセットされる。これでルーチンが終了する。図１
８及び１９は、ファイル更新の特別な場合の結合の Fil
eInfo リストを示す。これらの特別な場合を処理するた
めのルーチンは、図１４、１５に示したファイル更新の
一般的な場合の処理に必要なルーチンの部分集合であ
る。図１８において、範囲の始まりから始まるデータが
更新される。区分Ｄ１ １５０１は更新すべき範囲の始
まりのデータを含み、区分Ｄ２ １５０２は更新されな
い範囲の終わりのデータを含む。２つの新 FileInfo レ
コードだけが必要である。第１の FileInfo レコードＲ
１ １５１１は新データ１５０３を指し示し、第２のFi
leInfoレコードＲ２ １５１２は区分Ｄ２ １５０２内
の古いデータを指し示す。図１９に示すように範囲境界
上で終わるデータが更新される場合にも同様な状況が発
生する。ファイル更新の一般的な場合のように、Ｄ１及
びＤ２を含む古い領域は、古い領域を含むブロックに２
つの新しい割当て表エントリを割当てることによって２
つの領域に細分される。またもしエントリのために十分
なスペースが存在しなければ、変更されないデータは新
ブロックへ移動させられる。
【００６７】図２０は更新データが範囲境界にまたがる
場合の FileInfo レコードのためのリンクされたリスト
を示す。図２１は、 FEProm からディレクトリを削除す
るルーチンの流れ図である。ファイルを削除するルーチ
ンは、対応付けられた FileInfo レコードが割当て解除
されること以外は同一である。このルーチンは、 DirEn
try のステータスを、それが削除されることを指示する
ようにセットする。ブロック１８０１においてシステム
は、削除すべきディレクトリを探知し、そのディレクト
リのアドレスを含むように変数「ポインタＤ」をセット
する。ブロック１８０２では、そのディレクトリを削除
することを指示するようにＤ−＞「ステータス」をセッ
トする。
場合の FileInfo レコードのためのリンクされたリスト
を示す。図２１は、 FEProm からディレクトリを削除す
るルーチンの流れ図である。ファイルを削除するルーチ
ンは、対応付けられた FileInfo レコードが割当て解除
されること以外は同一である。このルーチンは、 DirEn
try のステータスを、それが削除されることを指示する
ようにセットする。ブロック１８０１においてシステム
は、削除すべきディレクトリを探知し、そのディレクト
リのアドレスを含むように変数「ポインタＤ」をセット
する。ブロック１８０２では、そのディレクトリを削除
することを指示するようにＤ−＞「ステータス」をセッ
トする。
【００６８】ディレクトリまたはファイルの名前は、新
しい DirEntry または FileEntryをそれぞれ割当て、次
いで新しいエントリを指し示すように古いエントリの S
econdaryPtr をセットすることによって変更される。図
２３は、名前が“ B.DAT”に変更される時の、“ D.DA
T”のためのファイルエントリを実線で、また変更を点
線で示してある。新エントリは FileInfo エントリ、デ
ィレクトリ構造、及び古いエントリに対応付けられた範
囲のリンクされたリストを指し示す。
しい DirEntry または FileEntryをそれぞれ割当て、次
いで新しいエントリを指し示すように古いエントリの S
econdaryPtr をセットすることによって変更される。図
２３は、名前が“ B.DAT”に変更される時の、“ D.DA
T”のためのファイルエントリを実線で、また変更を点
線で示してある。新エントリは FileInfo エントリ、デ
ィレクトリ構造、及び古いエントリに対応付けられた範
囲のリンクされたリストを指し示す。
【００６９】図２２はファイル名の変更を実現する好ま
しいサブルーチンの流れ図である。ディレクトリ名を変
更するためのサブルーチンは、対応付けられる範囲が存
在しないことを除いて同一である。このルーチンへの入
力パラメタは、ファイルの同胞及び新ファイル名であ
る。ブロック１９０１においてシステムはディレクトリ
を通してシステムを探索し、名前を変更すべきファイル
を探知し、 FileEntryを指し示すように変数Ｐをセット
する。システムは、そのファイルのためのエントリのリ
ンクされたリスト内の最後の FileEntryを探索する。フ
ァイルは各名前変更毎にエントリを有する。
しいサブルーチンの流れ図である。ディレクトリ名を変
更するためのサブルーチンは、対応付けられる範囲が存
在しないことを除いて同一である。このルーチンへの入
力パラメタは、ファイルの同胞及び新ファイル名であ
る。ブロック１９０１においてシステムはディレクトリ
を通してシステムを探索し、名前を変更すべきファイル
を探知し、 FileEntryを指し示すように変数Ｐをセット
する。システムは、そのファイルのためのエントリのリ
ンクされたリスト内の最後の FileEntryを探索する。フ
ァイルは各名前変更毎にエントリを有する。
【００７０】ブロック１９０４においてシステムは、領
域を新 FileEntryに割当て、その領域を指し示すように
変数Ｃをセットする。ブロック１９０５においてシステ
ムはＣ−＞「名前」を新ファイル名に等しくセットし、
Ｃ−＞「属性」、Ｃ−＞「日付」、Ｃ−＞「時刻」をセ
ットし、 ATDRecentに置換されるファイルエントリに基
づいてＣ−＞「ステータス」をセットする。ブロック１
９０６においてシステムは、Ｃ−＞ SiblingPtr をＰ−
＞ SiblingPtr に等しくセットしてエントリをディレク
トリ階層にリンクする。ブロック１９０９では、Ｃ−＞
PrimaryPtr がＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットさ
れ、新エントリは範囲のリストにリンクされる。ブロッ
ク１９０９Ａでは、 ExtentPtr及び PrimaryPtr が有効
であることを指示するためにＣ−＞「ステータス」がセ
ットされる。ブロック１９１０ではシステムはＣを指し
示すポインタに等しくＰ−＞ SecondaryPtr をセットす
る。ブロック１９１１においてシステムは SecondaryPt
r が有効であることを指示するようにＰ−＞「ステータ
ス」をセットし、古いエントリの置換を完了させてルー
チンを終了させる。
域を新 FileEntryに割当て、その領域を指し示すように
変数Ｃをセットする。ブロック１９０５においてシステ
ムはＣ−＞「名前」を新ファイル名に等しくセットし、
Ｃ−＞「属性」、Ｃ−＞「日付」、Ｃ−＞「時刻」をセ
ットし、 ATDRecentに置換されるファイルエントリに基
づいてＣ−＞「ステータス」をセットする。ブロック１
９０６においてシステムは、Ｃ−＞ SiblingPtr をＰ−
＞ SiblingPtr に等しくセットしてエントリをディレク
トリ階層にリンクする。ブロック１９０９では、Ｃ−＞
PrimaryPtr がＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットさ
れ、新エントリは範囲のリストにリンクされる。ブロッ
ク１９０９Ａでは、 ExtentPtr及び PrimaryPtr が有効
であることを指示するためにＣ−＞「ステータス」がセ
ットされる。ブロック１９１０ではシステムはＣを指し
示すポインタに等しくＰ−＞ SecondaryPtr をセットす
る。ブロック１９１１においてシステムは SecondaryPt
r が有効であることを指示するようにＰ−＞「ステータ
ス」をセットし、古いエントリの置換を完了させてルー
チンを終了させる。
【００７１】図２４及び２５は、あるファイルの属性デ
ータを変更するルーチンの流れ図である。あるファイル
に関連する属性データは、 ATDRecentのステータスを有
し、また「性、日付、及び時刻」フィールドが FNULLに
セットされている第１の FileInfo エントリを選択する
ことによって変更される。もしこのようなフィールドが
存在しなければ、新しい FileInfo エントリが創成さ
れ、選択される。次いでシステムは「属性、日付、及び
時刻」フィールドを選択された FileInfo エントリ内に
セットする。先に最新の「属性、日付、及び時刻」デー
タを記憶していたFileInfoエントリは、 ATDSuperesede
d にセットされているステータスを有している。入力パ
ラメタはパスネーム及び属性データである。ブロック２
１０１においてシステムはディレクトリ構造を通して探
索してファイルを探知し、 FileEntryを指し示すように
変数Ｐをセットする。ブロック２１０２においてもしＰ
−＞「ステータス」が ATDRecentを指示していれば、 F
ileEntryは最新の属性データを含んでおり、システムは
ブロック２１０３に進み、そうでない場合にはシステム
はブロック２１０４に進む。ブロック２１０３において
システムは変数Ｘを変数Ｐにセットして図２５のブロッ
ク２１１１に進む。ブロック２１０４ではシステムは変
数ＣをＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットする。システ
ムはブロック２１０５乃至２１０８をループして最新の
属性データを指示しているステータスを有するFileInfo
エントリを探索する。ブロック２１０５においてもし S
econdaryPtr が有効であることをＣ−＞「ステータス」
が指示していれば、システムはブロック２１０６へ進
み、そうでない場合はシステムはブロック２１０７へ進
む。ブロック２１０６では変数ＣはＣ−＞ SecondaryPt
r にセットされて置換されるエントリを指し示すように
され、ブロック２１０５へループバックされる。ブロッ
ク２１０７においてもしＣ−＞「ステータス」が ATDRe
centを指示していればFileInfoエントリは最新の属性デ
ータを含んでいるのであり、システムはブロック２１０
９へ進み、そうでない場合にはシステムはブロック２１
０８へ進む。ブロック２１０８においてシステムは変数
ＣをＣ−＞ PrimaryPtr に等しくセットし、ブロック２
１０５へループバックする。ブロック２１０９において
はシステムは変数Ｘを変数Ｃにセットし、図２５のブロ
ック２１１１へ進む。
ータを変更するルーチンの流れ図である。あるファイル
に関連する属性データは、 ATDRecentのステータスを有
し、また「性、日付、及び時刻」フィールドが FNULLに
セットされている第１の FileInfo エントリを選択する
ことによって変更される。もしこのようなフィールドが
存在しなければ、新しい FileInfo エントリが創成さ
れ、選択される。次いでシステムは「属性、日付、及び
時刻」フィールドを選択された FileInfo エントリ内に
セットする。先に最新の「属性、日付、及び時刻」デー
タを記憶していたFileInfoエントリは、 ATDSuperesede
d にセットされているステータスを有している。入力パ
ラメタはパスネーム及び属性データである。ブロック２
１０１においてシステムはディレクトリ構造を通して探
索してファイルを探知し、 FileEntryを指し示すように
変数Ｐをセットする。ブロック２１０２においてもしＰ
−＞「ステータス」が ATDRecentを指示していれば、 F
ileEntryは最新の属性データを含んでおり、システムは
ブロック２１０３に進み、そうでない場合にはシステム
はブロック２１０４に進む。ブロック２１０３において
システムは変数Ｘを変数Ｐにセットして図２５のブロッ
ク２１１１に進む。ブロック２１０４ではシステムは変
数ＣをＰ−＞ PrimaryPtr に等しくセットする。システ
ムはブロック２１０５乃至２１０８をループして最新の
属性データを指示しているステータスを有するFileInfo
エントリを探索する。ブロック２１０５においてもし S
econdaryPtr が有効であることをＣ−＞「ステータス」
が指示していれば、システムはブロック２１０６へ進
み、そうでない場合はシステムはブロック２１０７へ進
む。ブロック２１０６では変数ＣはＣ−＞ SecondaryPt
r にセットされて置換されるエントリを指し示すように
され、ブロック２１０５へループバックされる。ブロッ
ク２１０７においてもしＣ−＞「ステータス」が ATDRe
centを指示していればFileInfoエントリは最新の属性デ
ータを含んでいるのであり、システムはブロック２１０
９へ進み、そうでない場合にはシステムはブロック２１
０８へ進む。ブロック２１０８においてシステムは変数
ＣをＣ−＞ PrimaryPtr に等しくセットし、ブロック２
１０５へループバックする。ブロック２１０９において
はシステムは変数Ｘを変数Ｃにセットし、図２５のブロ
ック２１１１へ進む。
【００７２】システムは、ブロック２１１１において変
数Ｙを変数Ｘに初期化する。変数Ｘは最新の属性データ
を有するエントリを指し示す。ブロック２１１２乃至２
１１９においては、再新のステータスを有し FNULLにセ
ットされた属性データを有する次のエントリを探知す
る。ブロック２１１２においてもし PrimaryPtr が有効
であることをＹ−＞「ステータス」が指示していれば、
システムはブロック２１１３へ進み、そうでなければ新
エントリを追加するためにブロック２１２０へ進む。ブ
ロック２１１３では、変数ＹはＹ−＞ PrimaryPtr にセ
ットされる。ブロック２１１４においてもし Secondary
Ptr が有効であることをＹ−＞「ステータス」が指示し
ていれば、システムはブロック２１１５へ進み、そうで
なければブロック２１１６へ進む。ブロック２１１５で
は変数ＹがＹ−＞ SecondaryPtr に等しくセットされ、
ブロック２１１４へループバックされる。ブロック２１
１６においてもしＹ−＞「ステータス」が ATDRecentに
セットされていればシステムはブロック２１１７へ進
み、そうでなければブロック２１１２へ戻される。ブロ
ック２１１７においてもしＹ−＞「属性」、Ｙ−＞「日
付」、及びＹ−＞「時刻」が FNULLに等しければシステ
ムはブロック２１１８へ進み、そうでなければブロック
２１１２へループバックされる。ブロック２１１８にお
いて、Ｙ−＞「属性」、Ｙ−＞「日付」及びＹ−＞「時
刻」は新しい属性データにセットされる。ブロック２１
１９ではＸ−＞「ステータス」が ATDSupersededに等し
くセットされ、ルーチンは完了する。
数Ｙを変数Ｘに初期化する。変数Ｘは最新の属性データ
を有するエントリを指し示す。ブロック２１１２乃至２
１１９においては、再新のステータスを有し FNULLにセ
ットされた属性データを有する次のエントリを探知す
る。ブロック２１１２においてもし PrimaryPtr が有効
であることをＹ−＞「ステータス」が指示していれば、
システムはブロック２１１３へ進み、そうでなければ新
エントリを追加するためにブロック２１２０へ進む。ブ
ロック２１１３では、変数ＹはＹ−＞ PrimaryPtr にセ
ットされる。ブロック２１１４においてもし Secondary
Ptr が有効であることをＹ−＞「ステータス」が指示し
ていれば、システムはブロック２１１５へ進み、そうで
なければブロック２１１６へ進む。ブロック２１１５で
は変数ＹがＹ−＞ SecondaryPtr に等しくセットされ、
ブロック２１１４へループバックされる。ブロック２１
１６においてもしＹ−＞「ステータス」が ATDRecentに
セットされていればシステムはブロック２１１７へ進
み、そうでなければブロック２１１２へ戻される。ブロ
ック２１１７においてもしＹ−＞「属性」、Ｙ−＞「日
付」、及びＹ−＞「時刻」が FNULLに等しければシステ
ムはブロック２１１８へ進み、そうでなければブロック
２１１２へループバックされる。ブロック２１１８にお
いて、Ｙ−＞「属性」、Ｙ−＞「日付」及びＹ−＞「時
刻」は新しい属性データにセットされる。ブロック２１
１９ではＸ−＞「ステータス」が ATDSupersededに等し
くセットされ、ルーチンは完了する。
【００７３】ブロック２１２０乃至２１２３においてシ
ステムは新 FileInfo エントリを割当てて初期化する。
ブロック２１２０では新 FileInfo エントリが割当てら
れ、新エントリを指し示すように変数Ｚがセットされ
る。ブロック２１２１では、システムはＺ−＞「属
性」、Ｚ−＞「日付」、及びＺ−＞「時刻」を新属性デ
ータにセットし、Ｚ−＞「ステータス」を「存在」、 A
TDRecent、及び FileInfo にセットし、Ｚ−＞ExtentPt
r をＹ−＞ExtentPtr にセットし、そしてＺ−＞Extent
Len をＹ−＞ExtentLen にセットする。ブロック２１２
２ではＹ−＞SecondaryPtrが変数Ｚに等しくセットさ
れ、 SecondaryPtr が有効であることを指示するように
Ｙ−＞「ステータス」がセットされる。ブロック２１２
３では、Ｘ−＞「ステータス」が ATDSupersededに等し
くセットされ、エントリが最早現属性データを含んでい
ないことを指示し、ルーチンが完了する。
ステムは新 FileInfo エントリを割当てて初期化する。
ブロック２１２０では新 FileInfo エントリが割当てら
れ、新エントリを指し示すように変数Ｚがセットされ
る。ブロック２１２１では、システムはＺ−＞「属
性」、Ｚ−＞「日付」、及びＺ−＞「時刻」を新属性デ
ータにセットし、Ｚ−＞「ステータス」を「存在」、 A
TDRecent、及び FileInfo にセットし、Ｚ−＞ExtentPt
r をＹ−＞ExtentPtr にセットし、そしてＺ−＞Extent
Len をＹ−＞ExtentLen にセットする。ブロック２１２
２ではＹ−＞SecondaryPtrが変数Ｚに等しくセットさ
れ、 SecondaryPtr が有効であることを指示するように
Ｙ−＞「ステータス」がセットされる。ブロック２１２
３では、Ｘ−＞「ステータス」が ATDSupersededに等し
くセットされ、エントリが最早現属性データを含んでい
ないことを指示し、ルーチンが完了する。
【００７４】以上に本発明を好ましい実施例に関して説
明したが、本発明はこの実施例に限定されるものではな
い。当業者ならば本発明の思想に基づく多くの変更が明
白であろう。本発明の範囲は特許請求の範囲によっての
み限定されるものである。
明したが、本発明はこの実施例に限定されるものではな
い。当業者ならば本発明の思想に基づく多くの変更が明
白であろう。本発明の範囲は特許請求の範囲によっての
み限定されるものである。
【図１】ディレクトリ及びファイルのサンプルハイアラ
ーキ構造もしくはツリー構造の編成を示す図である。
ーキ構造もしくはツリー構造の編成を示す図である。
【図２】図１の同じディレクトリ構造を示すリンクされ
たリスト構造体の図である。
たリスト構造体の図である。
【図３】図１の同じディレクトリ構造を表す別のリンク
されたリスト構造体を示した図である。
されたリスト構造体を示した図である。
【図４】ファイル名”＼Ａ＼ｄ．ＤＡＴ”のファイルに
対するリンクされたリストの構造を示す図である。
対するリンクされたリストの構造を示す図である。
【図５】ファイル名”＼Ａ＼ｄ．ＤＡＴ”のファイルに
対する別のリンクされたリストの構造を示す図である。
対する別のリンクされたリストの構造を示す図である。
【図６】本発明の好ましい実施例によるブロック消去可
能なＦＥＰｒｏｍのレイアウトを示す図である。
能なＦＥＰｒｏｍのレイアウトを示す図である。
【図７】本発明の好ましい実施例によるＡｄｄ Ｄｉｒ
ｅｃｔｏｒｙルーチンを示す流れ線図である。
ｅｃｔｏｒｙルーチンを示す流れ線図である。
【図８】本発明の好ましい実施例によりディレクトリ構
造に新たにディレクトリが追加される前後の図である。
造に新たにディレクトリが追加される前後の図である。
【図９】本発明の好ましい実施例によりディレクトリ構
造に新たにディレクトリが追加される前後の図である。
造に新たにディレクトリが追加される前後の図である。
【図１０】本発明の好ましい実施例によるＡｄｄ Ｆｉ
ｌｅルーチンを示す流れ線図である。
ｌｅルーチンを示す流れ線図である。
【図１１】本発明の好ましい実施例によるＥｘｔｅｎｄ
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
【図１２】本発明の好ましい実施例によるＥｘｔｅｎｄ
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
【図１３】本発明の好ましい実施例を用いたサンプルデ
ィレクトリ及びファイルレイアウトを示す図である。
ィレクトリ及びファイルレイアウトを示す図である。
【図１４】本発明の好ましい実施例によるＵｐｄａｔｅ
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
【図１５】本発明の好ましい実施例によるＵｐｄａｔｅ
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
Ｆｉｌｅルーチンを示す流れ線図である。
【図１６】本発明の好ましい実施例により更新される前
後のファイルのサンプル部分を示す図である。
後のファイルのサンプル部分を示す図である。
【図１７】本発明の好ましい実施例により更新される前
後のファイルのサンプル部分を示す図である。
後のファイルのサンプル部分を示す図である。
【図１８】本発明の好ましい実施例によりファイルが更
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
【図１９】本発明の好ましい実施例によりファイルが更
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
【図２０】本発明の好ましい実施例によりファイルが更
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
新された後のファイルのサンプル部分を示す図である。
【図２１】本発明の好ましい実施例によるＤｅｌ Ｄｉ
ｒｅｃｔｏｒｙルーチンを示す流れ線図である。
ｒｅｃｔｏｒｙルーチンを示す流れ線図である。
【図２２】本発明の好ましい実施例によるＣｈａｎｇｅ
Ｆｉｌｅ Ｎａｍｅルーチンを示す流れ線図である。
Ｆｉｌｅ Ｎａｍｅルーチンを示す流れ線図である。
【図２３】名前を変化したファイルに対するディレクト
リ構造の前後を表す図である。
リ構造の前後を表す図である。
【図２４】本発明の好ましい実施例によるＣｈａｎｇｅ
Ａｔｔｒｉｂｕｔｅ Ｄａｔａルーチンを示す流れ線
図である。
Ａｔｔｒｉｂｕｔｅ Ｄａｔａルーチンを示す流れ線
図である。
【図２５】本発明の好ましい実施例によるＣｈａｎｇｅ
Ａｔｔｒｉｂｕｔｅ Ｄａｔａルーチンを示す流れ線
図である。
Ａｔｔｒｉｂｕｔｅ Ｄａｔａルーチンを示す流れ線
図である。
【図２６】本発明の好ましい実施例におけるブロックの
レイアウトを示す図である。
レイアウトを示す図である。
【図２７】好ましい実施例においてリクレイミングを行
った後の図２６のブロックのレイアウトを示す図であ
る。
った後の図２６のブロックのレイアウトを示す図であ
る。
【図２８】図３０のサンプルに対するサンプルブロック
割り当て構造及び領域を示す図である。
割り当て構造及び領域を示す図である。
【図２９】ハンドルの参照解除を示す図である。
【図３０】図２のディレクトリハイアラーキの一部分に
対するサンプルブロック割り当てを示す図である。
対するサンプルブロック割り当てを示す図である。
【図３１】好ましい実施例における初期化プロセスを示
す流れ線図である。
す流れ線図である。
【図３２】好ましい実施例におけるブロック割り当てル
ーチンを示す流れ線図である。
ーチンを示す流れ線図である。
【図３３】好ましい実施例における領域割り当てルーチ
ンを示す流れ線図である。
ンを示す流れ線図である。
【図３４】好ましい実施例におけるブロックリクレイミ
ングルーチンを示す流れ線図である。
ングルーチンを示す流れ線図である。
【図３５】Ａｌｌｏｃエントリのステータスを示す状態
図である。
図である。
【図３６】ブロックのステータスを示す状態図である。
１００ ディレクトリ「ルート」 １０２ 「ＤＯＳ」サブディレクトリ １０３ 「ワード」サブディレクトリ １０４ 「ＡＵＴＯＥＸＥＣ．ＢＡＴ」ファイル １０５ 「ＣＯＭＭＡＮＤ．ＣＯＭ」ファイル １０６ 「ＦＯＲＭＡＴＥＸＥ」ファイル １０７ 「デービッド」サブディレクトリ １０８ 「メリー」サブディレクトリ １０９ 「ＬＥＴＴＥＲ１．ＤＯＣ」ファイル １１０ 「ＬＥＴＴＥＲ１．ＤＯＣ」ファイル １１１ 「ＬＥＴＴＥＲ２．ＤＯＣ」ファイル １１２ 「ＬＥＴＴＥＲ３．ＤＯＣ」ファイル １１３ 「ビル」ディレクトリ １２０−１３２ ポインタ １４０−１４２ リンクされたリスト ２００−２０２ ファイル ２０３−２０６ 範囲レコード ２１１−２１４ 範囲 ３０１ ＦＥＰｒｏｍ ３０２ ブロック ２３０２ ブロック割り当て構造体 ２３０３ データ領域 ２３０４ 自由スペース ２３１０−２３１５ オフセット
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 スリラム ラジャゴパラン アメリカ合衆国 ワシントン州 98007 ベルヴィュー ビー201 ノースイースト サーティフィフス 14550
Claims (41)
- 【請求項１】 コンピュータメモリをメモリ位置のブロ
ックに分割し、各ブロックは、割り当てテーブルと、デ
ータエリアに分割されたデータ領域とを有するものであ
り、上記割り当てテーブルは上記領域のデータエリアに
対応するエントリを有し、そしてデータを記憶するブロ
ックを選択するためのブロック割り当てルーチンと、 データを記憶する上記選択されたブロックに対しデータ
領域内のデータエリアを選択し、その選択されたデータ
エリアに対応するように割り当てテーブルのエントリを
選択し、そして上記選択されたデータエリア及び割り当
てられた状態に対応するように上記選択された割り当て
テーブルエントリをセットするためのデータエリア割り
当てルーチンと、 上記選択されたデータエリアにデータを記憶するための
記憶ルーチンとを備えたことを特徴とするコンピュータ
メモリ用のマネージャ。 - 【請求項２】 割り当てられた状態にある割り当てテー
ブルエントリを割り当て解除状態にセットするためのデ
ータエリア割り当て解除ルーチンと、 その割り当て解除された状態にある割り当てテーブルエ
ントリに対応するデータエリアをリクレイミングするた
めのブロックリクレイマルーチンとを更に備えた請求項
１に記載のコンピュータメモリ用のマネージャ。 - 【請求項３】 各ブロックがヘッダ情報を有し、これら
ヘッダ及び割り当てテーブルから情報を収集しそしてそ
の収集した情報をメモリキャッシュに記憶するための初
期化ルーチンを更に備えた請求項１に記載のコンピュー
タメモリ用のマネージャ。 - 【請求項４】 １つ以上の論理ブロックを有する一回書
き込み多数回読み取りのメモリデバイスにおいて、 データを記憶するためのエリアに論理的に分割される各
ブロック内のデータ領域と、 各ブロック内に記憶されるブロック構造体であって、ヘ
ッダと割り当てテーブルとを有していて、ヘッダはブロ
ックに特定の情報を含み、割り当てテーブルはデータ領
域のエリアに対応するエントリを有していると共に、そ
の対応するデータ領域のエリアに関連した情報を含んで
いるようなブロック構造体とを備えたことを特徴とする
メモリデバイス。 - 【請求項５】 上記ヘッダは、論理ブロック番号と、ブ
ロック状態と、ブロック消去カウントとを含む請求項４
に記載のメモリデバイス。 - 【請求項６】 割り当てテーブルエントリは、対応する
データ領域のエリアを指すポインタと、対応するデータ
領域のエリアの長さを指示するレングスと、割り当てテ
ーブルエントリのステータスとを含んでいる請求項４に
記載のメモリデバイス。 - 【請求項７】 上記メモリデバイスは、ブロック消去可
能なプログラマブル・リードオンリメモリである請求項
４に記載のメモリデバイス。 - 【請求項８】 複数のブロックを備えたブロック消去可
能なプログラマブル・リードオンリメモリにおいてメモ
リをマネージする方法が、 各ブロックにブロックヘッダ情報を記憶し、 各ブロックに割り当てテーブルを記憶し、そして各ブロ
ックのデータ記憶エリアにデータを記憶する、という段
階を備えたことを特徴とする方法。 - 【請求項９】 上記ブロックヘッダ情報は、論理ブロッ
ク番号と、ブロック状態と、ブロック消去カウントとを
含んでいる請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 上記割り当てテーブルはデータ記憶エ
リアの一部分に対応するエントリを含み、これらのエン
トリは、データ記憶エリアの対応する部分を指すポイン
タと、データ記憶エリアの対応部分の長さを指示するレ
ングスと、エントリの状態を指示するステータスとを含
む請求項８に記載の方法。 - 【請求項１１】 ブロックを備えたブロック消去可能な
プログラマブル・リードオンリメモリにおいて割り当て
解除されたスペースをリクレイミングする方法が、 リクレイミングされるべきブロックにおいて割り当て解
除された又は割り当てられたものとしてデータ領域を識
別し、 スペアブロックを消去し、そしてリクレイミングされる
べきブロックからスペアブロックへ割り当てられたデー
タ領域をコピーし、それにより、割り当て解除されたデ
ータ領域に対応するメモリエリアを割り当てのためにリ
クレイミングする、という段階を備えたことを特徴とす
る方法。 - 【請求項１２】 割り当てられたデータ領域はスペアブ
ロック内の隣接するメモリ位置にコピーされる請求項１
１に記載の方法。 - 【請求項１３】 コンピュータメモリデバイス内のデー
タ領域をアドレスする方法において、上記メモリはブロ
ックに分割され、そして各ブロックは物理的なブロック
番号を有しており、上記方法は、 各ブロックに割り当てテーブルを記憶し、この割り当て
テーブルは、ブロック内のデータ領域のオフセットを指
示するエントリと、エントリインデックスとを有してお
り、 更に、各ブロックに論理ブロック番号を記憶し、 この論理ブロック番号と、割り当てテーブルのエントリ
インデックスとによってデータ領域を識別し、そして上
記論理ブロック番号と、割り当てテーブルのエントリイ
ンデックスとに基づいてその識別されたデータ領域に対
するアドレスを発生する、という段階を備えたことを特
徴とする方法。 - 【請求項１４】 アドレスを発生する上記段階は、 上記論理ブロック番号から物理的なブロック番号を決定
し、各ブロックは対応するスタートアドレスを有し、 上記割り当てテーブルのエントリインデックスによって
指示された上記決定された物理的なブロック番号におい
て上記割り当てテーブルのエントリからオフセットを検
索し、そしてその検索されたオフセットを上記決定され
た物理的なブロック番号と共にブロックのスタートアド
レスに追加して、識別されたデータ領域のアドレスを発
生するという段階を含む請求項１３に記載の方法。 - 【請求項１５】 コンピュータメモリデバイスは、ブロ
ック消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリで
ある請求項１３又は１４に記載の方法。 - 【請求項１６】 コンピュータメモリデバイスのブロッ
クを識別する方法において、各ブロックは物理的なブロ
ック番号を有しており、上記方法は、 各ブロックに論理ブロック番号を記憶し、 各論理ブロック番号から、その論理ブロック番号が記憶
された物理的なブロック番号へ至るマップを発生し、 論理ブロック番号を受け取り、そしてその受け取った論
理ブロック番号を、上記発生されたマップを用いて物理
的なブロック番号に変換する、という段階を備えたこと
を特徴とする方法。 - 【請求項１７】 ブロックをリクレイミングするとき
に、リクレイミングされるべきブロックからリクレイミ
ングされたブロックへ論理ブロック番号をコピーする段
階を備えた請求項１６に記載の方法。 - 【請求項１８】 コンピュータメモリデバイスは、ブロ
ック消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリで
ある請求項１６又は１７に記載の方法。 - 【請求項１９】 複数のブロックを有するブロック消去
可能なプログラマブル・リードオンリメモリにおいてブ
ロックの消去カウントを維持する方法が、 ブロックを消去した回数を指示する消去カウントを各ブ
ロックに記憶し、 第１ブロックを第２ブロックにコピーするときに、第２
ブロックの消去カウントを保持し、そしてブロックを消
去するときに、その消去の前に消去カウントを増加しそ
してその増加した消去カウントを消去したブロックに記
憶する、という段階を備えたことを特徴とする方法。 - 【請求項２０】 データを記憶するためのブロック消去
可能なプログラマブル・リードオンリメモリにおいてブ
ロックを割り当てる方法が、 ブロックを消去した回数を示す消去カウントを各ブロッ
クごとに維持し、 データを記憶するに充分なスペースを有するブロックを
選択し、そしてデータを記憶するためにその消去カウン
トに基づいて上記選択されたブロックを識別し、ブロッ
クの割り当てを行う、という段階を備えたことを特徴と
する方法。 - 【請求項２１】 ブロック消去可能なプログラマブル・
リードオンリメモリにおいてブロックの消去を均等化す
る方法が、 消去された第１ブロックを識別し、 第１ブロックよりも少ない回数で消去された第２ブロッ
クを識別し、そして第１ブロックのデータを第２ブロッ
クのデータとスワッピングする、という段階を備えたこ
とを特徴とする方法。 - 【請求項２２】 複数のディレクトリエントリを有する
ハイアラーキ式のディレクトリ構造体に基づいてファイ
ルを編成するためのコンピュータファイル記憶システム
において、 ディレクトリエントリを記憶するメモリを有するコンピ
ュータと、 ディレクトリエントリを記憶するメモリの一部分を割り
当てる手段であって、ディレクトリエントリは、一次ポ
インタと、二次ポインタと、兄弟ポインタとを有し、こ
れらのポインタが最初に所定値にセットされているよう
な割り当て手段と、 ディレクトリエントリの上記兄弟ポインタを、ディレク
トリ構造体の同じレベルにある別のディレクトリエント
リを指すようにセットして、兄弟ディレクトリエントリ
のリンクされたリストを形成するための手段と、 ディレクトリエントリの上記一次ポインタを、ディレク
トリ構造体の次に低いレベルにある別のディレクトリエ
ントリを指すようにセットする手段と、 取って代えられるディレクトリエントリの上記二次ポイ
ンタを、取って代わるディレクトリエントリを指すよう
にセットする手段とを具備し、この取って代わるディレ
クトリエントリは、取って代えられるディレクトリエン
トリの更新されたデータを含むことを特徴とするコンピ
ュータファイル記憶システム。 - 【請求項２３】 上記取って代わるディレクトリエント
リの一次ポインタを上記取って代えられるディレクトリ
エントリの一次ポインタに等しくセットするための手段
と、 上記取って代わるディレクトリエントリの兄弟ポインタ
を上記取って代えられるディレクトリエントリの兄弟ポ
インタに等しくセットするための手段とを更に備えた請
求項２２に記載のコンピュータファイル記憶システム。 - 【請求項２４】 ファイルエントリを記憶するためのメ
モリの一部分を割り当てる手段を更に備え、ファイルエ
ントリは、関連ファイルに関する情報を含むものであ
り、そしてディレクトリエントリの一次ポインタをその
割り当てられたファイルエントリを指すようにセットす
る手段を更に備えた請求項２２に記載のコンピュータフ
ァイル記憶システム。 - 【請求項２５】 上記の割り当てられたファイルエント
リは、一次ポインタと、二次ポインタと、最初に所定値
にセットされる兄弟ポインタとを含み、 ファイルエントリの上記兄弟ポインタを、別のファイル
又はディレクトリエントリを指すようにセットして、フ
ァイル又はディレクトリエントリのリンクされたリスト
を形成するための手段と、 取って代えられるファイルエントリの上記二次ポインタ
を、取って代わるファイルエントリを指すようにセット
する手段とを具備し、この取って代わるファイルエント
リは、取って代えられるファイルエントリの更新された
データを含む請求項２４に記載のコンピュータファイル
記憶システム。 - 【請求項２６】 上記取って代わるファイルエントリの
一次ポインタを上記取って代えられるファイルエントリ
の一次ポインタに等しくセットするための手段と、 上記取って代わるファイルエントリの兄弟ポインタを上
記取って代えられるファイルエントリの兄弟ポインタに
等しくセットするための手段とを更に備えた請求項２５
に記載のコンピュータファイル記憶システム。 - 【請求項２７】 ファイル情報エントリを記憶するため
のメモリの一部分を割り当てる手段を更に備え、ファイ
ル情報エントリは、ファイルエクステントに関する情報
を含むものであり、そしてファイルエントリの一次ポイ
ンタをその割り当てられたファイル情報エントリを指す
ようにセットする手段を更に備えた請求項２４に記載の
コンピュータファイル記憶システム。 - 【請求項２８】 上記ファイル情報エントリは、最初に
所定値にセットされる一次ポインタ及び二次ポインタを
含み、 ファイル情報エントリの上記一次ポインタを、その同じ
ファイルに関連した別のファイル情報エントリを指すよ
うにセットして、その同じファイルに対するファイル情
報エントリのリンクされたリストを形成するための手段
と、 取って代えられるファイル情報エントリの上記二次ポイ
ンタを、取って代わるファイル情報エントリを指すよう
にセットする手段とを具備し、この取って代わるファイ
ル情報エントリは、取って代えられるファイル情報エン
トリの更新されたデータを含む請求項２７に記載のコン
ピュータファイル記憶システム。 - 【請求項２９】 上記取って代わるファイル情報エント
リの一次ポインタを上記取って代えられるファイル情報
エントリの一次ポインタに等しくセットする手段を更に
備えた請求項２８に記載のコンピュータファイル記憶シ
ステム。 - 【請求項３０】 ファイルを記憶するためのコンピュー
タファイル記憶システムにおいて、 ファイルを記憶するメモリを有するコンピュータと、 ファイルエントリを記憶するメモリの一部分を割り当て
る手段であって、ファイルエントリは、それに関連した
ファイルに関する情報を含むと共に、一次ポインタと、
二次ポインタと、最初に所定値にセットされる兄弟ポイ
ンタとを有しているような割り当て手段と、 ファイルエントリの上記兄弟ポインタを、別のファイル
エントリを指すようにセットして、ファイルエントリの
リンクされたリストを形成する手段と、 取って代えられるファイルエントリの上記二次ポインタ
を、取って代わるファイルエントリを指すようにセット
する手段とを具備し、この取って代わるファイルエント
リは、取って代えられるファイルエントリの更新された
データを含むことを特徴とするコンピュータファイル記
憶システム。 - 【請求項３１】 上記取って代わるファイルエントリの
一次ポインタを上記取って代えられるファイルエントリ
の一次ポインタに等しくセットするための手段と、 上記取って代わるディレクトリエントリの兄弟ポインタ
を上記取って代えられるディレクトリエントリの兄弟ポ
インタに等しくセットするための手段とを更に備えた請
求項３０に記載のコンピュータファイル記憶システム。 - 【請求項３２】 上記ファイル情報エントリは、最初に
所定値にセットされる一次ポインタ及び二次ポインタを
含み、 ファイル情報エントリを記憶するためのメモリの一部分
を割り当てる手段を更に備え、ファイル情報エントリ
は、ファイルのファイルエクステントに関する情報を含
むものであり、 更に、ファイルエントリの一次ポインタをその割り当て
られたファイル情報エントリを指すようにセットする手
段と、 ファイル情報エントリの上記一次ポインタを、その同じ
ファイルに関連した別のファイル情報エントリを指すよ
うにセットして、その同じファイルに対するファイル情
報エントリのリンクされたリストを形成するための手段
と、 取って代えられるファイル情報エントリの上記二次ポイ
ンタを、取って代わるファイル情報エントリを指すよう
にセットする手段とを具備し、この取って代わるファイ
ル情報エントリは、取って代えられるファイル情報エン
トリの更新されたデータを含む請求項３０に記載のコン
ピュータファイル記憶システム。 - 【請求項３３】 上記取って代わるファイル情報エント
リの一次ポインタを上記取って代えられるファイル情報
エントリの一次ポインタに等しくセットする手段を更に
備えた請求項３２に記載のコンピュータファイル記憶シ
ステム。 - 【請求項３４】 コンピュータメモリデバイスに記憶さ
れたデータを新たなデータで更新する方法であって、上
記メモリデバイスはデータの記録を含んでおり、各記録
は最初に所定値を有する二次ポインタを備えており、上
記方法は、 更新されるべきデータを含む記録を探索し、 新たなデータを含むように記録を割り当て、 その割り当てられた記録に新たなデータを書き込み、そ
して上記探索された記録における二次ポインタを上記割
り当てられた記録を指すようにセットし、その割り当て
られた記録の新たなデータが上記探索された記録におけ
るデータの更新であることを指示するようにする、とい
う段階を備えたことを特徴とする方法。 - 【請求項３５】 二次ポインタをセットする上記段階
は、二次ポインタが所定値から変化したことを示すよう
に上記探索された記録にフラグをセットすることを含む
請求項３４に記載の方法。 - 【請求項３６】 １つ以上の論理ブロックを有する一回
書き込み多数回読み取りのメモリデバイスを備えたコン
ピュータシステム内でエラーを回復するための方法にお
いて、 （ａ）各ブロックごとにデータ領域を画成し、データ領
域は、データを記憶するためのデータ領域エリアに論理
的に分割され、 （ｂ）各ブロックごとにブロック構造体を画成し、ブロ
ック構造体はヘッダと割り当てテーブルとを有し、ヘッ
ダはブロックに特定の情報を含み、割り当てテーブル
は、データ領域エリアに対応するエントリを有すると共
に、対応するデータ領域エリアに関連した情報を含んで
おり、 （ｃ）割り当てテーブルエントリを割り当て、 （ｄ）データを記憶するためのデータ領域エリアを割り
当て、 （ｅ）その割り当てられたデータ領域エリアに関連した
データをその割り当てられた割り当てテーブルエントリ
に書き込み、 （ｆ）その割り当てられたデータ領域エリアにデータを
書き込み、 （ｇ）データ領域エリアに書き込みをしながらエラーを
検出し、そして （ｈ）エラーを検出した際には、割り当てテーブルエン
トリを割り当て解除状態にセットし、そしてデータ領域
エリアにデータを書き込む間にエラーが検出されなくな
るまで上記段階（ｃ）、（ｄ）、（ｅ）及び（ｆ）を繰
り返すことを特徴とする方法。 - 【請求項３７】 １つ以上の論理ブロックを有する一回
書き込み多数回読み取りのメモリデバイスを備えたコン
ピュータシステム内でエラーを回復するための方法にお
いて、 （ａ）各ブロックごとにデータ領域を画成し、データ領
域は、データを記憶するためのデータ領域エリアに論理
的に分割され、 （ｂ）各ブロックごとにブロック構造体を画成し、ブロ
ック構造体はヘッダと割り当てテーブルとを有し、ヘッ
ダはブロックに特定の情報を含み、割り当てテーブル
は、データ領域エリアに対応するエントリを有すると共
に、対応するデータ領域エリアに関連した情報を含んで
おり、 （ｃ）割り当てテーブルエントリを割り当て、 （ｄ）データを記憶するためのデータ領域エリアを割り
当て、 （ｅ）その割り当てられたデータ領域エリアに関連した
データをその割り当てられた割り当てテーブルエントリ
に書き込み、 （ｆ）その割り当てられたデータ領域エリアにデータを
書き込み、 （ｇ）その割り当てられた割り当てテーブルエントリを
割り当て状態にセットし、 （ｈ）その割り当てられた割り当てテーブルエントリを
割り当て状態にセットしながらエラーを検出し、そして （ｉ）エラーを検出した際には、割り当てテーブルエン
トリをゼロ状態にセットし、そして割り当てられた割り
当てテーブルエントリにデータを書き込む間にエラーが
検出されなくなるまで上記段階（ｃ）、（ｅ）及び
（ｇ）を繰り返すことを特徴とする方法。 - 【請求項３８】 消去可能な１つ以上の論理ブロックを
有する一回書き込み多数回読み取りのメモリデバイスを
備えたコンピュータシステム内でエラーを回復するため
の方法において、 上記ブロックに対してブロックの状態を含むブロックヘ
ッダデータ構造体を画成し、 そのブロックヘッダデータ構造体にデータを書き込み、
そしてそのブロックヘッダデータ構造体にデータを書き
込む間にエラーが検出された際に、そのブロックを消去
状態のための待ち行列にセットし、これにより、そのブ
ロックは、それが消去されるまでデータの記憶に使用さ
れないようにすることを特徴とする方法。 - 【請求項３９】 消去可能な１つ以上の論理ブロックを
有する一回書き込み多数回読み取りのメモリデバイスを
備えたコンピュータシステム内でエラーを回復するため
の方法において、 上記ブロックに対してブロックの状態を含むブロックヘ
ッダデータ構造体を画成し、 上記ブロックを消去し、そしてそのブロックの消去中に
エラーが検出された際に、そのブロックをリタイア状態
にセットし、これにより、そのブロックは、データの記
憶に使用されないようにすることを特徴とする方法。 - 【請求項４０】 コンピュータメモリマネージャにおい
て指定のメモリデバイスがブロック消去可能でないこと
を指定する方法であって、上記コンピュータメモリマネ
ージャはブロック消去可能な一回書き込み多数回読み取
りのメモリデバイスをマネージするものであり、上記メ
モリマネージャはスペアブロックのカウントを維持し、
更に、上記メモリマネージャは、データをスペアブロッ
クにコピーし、指定されたブロックを消去しそしてその
指定されたブロックをスペアブロックとなるようセット
することによってその指定されたブロック内のデータを
圧縮するものであり、上記方法は、その指定のメモリブ
ロックにおいてスペアブロックが使用できないために上
記メモリマネージャがブロック内のデータを圧縮しない
ようにスペアブロックのカウントを０にセットする段階
を備えたことを特徴とする方法。 - 【請求項４１】 コンピュータメモリマネージャにおい
て指定の一回書き込み多数回読み取りのメモリデバイス
がブロック消去可能でないことを指定する方法であっ
て、上記コンピュータメモリマネージャはブロック消去
可能な一回書き込み多数回読み取りのメモリデバイスを
マネージするものであり、更に、上記メモリマネージャ
は、ブロック内のデータを圧縮するのに使用するための
スペアブロックのカウントを維持し、上記方法は、メモ
リマネージャによりブロックの消去を抑制するようにス
ペアブロックの上記カウントを０にセットする段階を備
えたことを特徴とする方法。
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