JPH0727437B2 - 記憶媒体の状態を記録する方法及びデータ記憶装置 - Google Patents
記憶媒体の状態を記録する方法及びデータ記憶装置Info
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- JPH0727437B2 JPH0727437B2 JP4052143A JP5214392A JPH0727437B2 JP H0727437 B2 JPH0727437 B2 JP H0727437B2 JP 4052143 A JP4052143 A JP 4052143A JP 5214392 A JP5214392 A JP 5214392A JP H0727437 B2 JPH0727437 B2 JP H0727437B2
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、記録済み及び未記録の
アドレス可能域にアクセスするのが容易なように記憶媒
体、特に追記型（好ましくは光）媒体を使用すること、
及びこのような記憶媒体用の新しい書式に関する。
アドレス可能域にアクセスするのが容易なように記憶媒
体、特に追記型（好ましくは光）媒体を使用すること、
及びこのような記憶媒体用の新しい書式に関する。
【０００２】
【従来の技術及び発明が解決しようとする課題】種々の
データを永久記録するために、数年来、追記型（ＷＯＲ
Ｍ）光媒体が用いられて来た。各追記型媒体は、通常は
ディスクであるが、記録されているユーザ・データその
他のデータに対するディレクトリを含めて制御情報も記
憶する。ディスクすなわち媒体の連続するセクタまたは
アドレス可能域に次々に記録することが、通常の慣行で
あった。すなわち、例えば半径方向の内縁部から外縁部
へと記録が進められる。記録が進むにつれて、半径方向
の内縁部から最後にデータ／制御情報を記録されたアド
レス可能域までの間の全アドレス可能域にデータが記憶
される。このような記録の一手法は、非ディレクトリ・
データを第１の半径方向縁部から記録し、ディレクトリ
・データを第２の半径方向縁部から記録するものであ
る。他のシステムでは、ディレクトリと非ディレクトリ
の記録が、第１の縁部から第２の縁部に向かって進めら
れる。
データを永久記録するために、数年来、追記型（ＷＯＲ
Ｍ）光媒体が用いられて来た。各追記型媒体は、通常は
ディスクであるが、記録されているユーザ・データその
他のデータに対するディレクトリを含めて制御情報も記
憶する。ディスクすなわち媒体の連続するセクタまたは
アドレス可能域に次々に記録することが、通常の慣行で
あった。すなわち、例えば半径方向の内縁部から外縁部
へと記録が進められる。記録が進むにつれて、半径方向
の内縁部から最後にデータ／制御情報を記録されたアド
レス可能域までの間の全アドレス可能域にデータが記憶
される。このような記録の一手法は、非ディレクトリ・
データを第１の半径方向縁部から記録し、ディレクトリ
・データを第２の半径方向縁部から記録するものであ
る。他のシステムでは、ディレクトリと非ディレクトリ
の記録が、第１の縁部から第２の縁部に向かって進めら
れる。
【０００３】データが記憶されているアドレス可能域の
間に未記録のアドレス可能域が散在する追記型媒体上に
データを記録することが望まれる。また、制御情報によ
って使用されるアドレス可能域の数が最小になり、ある
いは減少するように、追記型媒体を使用することも望ま
れる。すなわち、媒体の制御及びその結果得られる媒体
は、最後に記録されたデータ（ボリュームの終り（ＥＯ
Ｖ））を見つけやすいこと、ならびにＥＯＶポインタや
ファイル指示トークンの記録など、制御情報の記録され
る回数を減少させることが望まれる。このようなトーク
ンは、媒体上に記録されているファイルを識別する、英
数字または数値である。通常、このようなトークンは、
コンピュータ・ユーザにとってトランスペアレントであ
る。すなわち、トークンはデータ記憶システムの内部機
構である。ＥＯＶポインタ及びファイル指示トークンの
次々に増加する値を記憶するのに要する、アドレス可能
域の数を減少させることが望まれる。
間に未記録のアドレス可能域が散在する追記型媒体上に
データを記録することが望まれる。また、制御情報によ
って使用されるアドレス可能域の数が最小になり、ある
いは減少するように、追記型媒体を使用することも望ま
れる。すなわち、媒体の制御及びその結果得られる媒体
は、最後に記録されたデータ（ボリュームの終り（ＥＯ
Ｖ））を見つけやすいこと、ならびにＥＯＶポインタや
ファイル指示トークンの記録など、制御情報の記録され
る回数を減少させることが望まれる。このようなトーク
ンは、媒体上に記録されているファイルを識別する、英
数字または数値である。通常、このようなトークンは、
コンピュータ・ユーザにとってトランスペアレントであ
る。すなわち、トークンはデータ記憶システムの内部機
構である。ＥＯＶポインタ及びファイル指示トークンの
次々に増加する値を記憶するのに要する、アドレス可能
域の数を減少させることが望まれる。
【０００４】米国特許第４８２７４６２号明細書は、追
記型光媒体へのデータの記録を開示している。この特許
明細書は、ディレクトリ・データを光ディスクの第１の
半径方向縁部から第２の半径方向縁部に向かって記録
し、非ディレクトリ・データを第２の半径方向縁部から
第１の半径方向縁部に向かって記録することを教示して
いる。すべての記録動作では、データを次の空いたアド
レス可能域（ディスク・セクタ）に記録し、したがって
記録済みアドレス可能域の間に未記録の記録可能なアド
レス可能域が散在しないようになる。ディスク上で、記
録された非ディレクトリ・データが記録されたディレク
トリ・データと出会ったとき、そのディスクは満杯とな
る。
記型光媒体へのデータの記録を開示している。この特許
明細書は、ディレクトリ・データを光ディスクの第１の
半径方向縁部から第２の半径方向縁部に向かって記録
し、非ディレクトリ・データを第２の半径方向縁部から
第１の半径方向縁部に向かって記録することを教示して
いる。すべての記録動作では、データを次の空いたアド
レス可能域（ディスク・セクタ）に記録し、したがって
記録済みアドレス可能域の間に未記録の記録可能なアド
レス可能域が散在しないようになる。ディスク上で、記
録された非ディレクトリ・データが記録されたディレク
トリ・データと出会ったとき、そのディスクは満杯とな
る。
【０００５】米国特許第４７９１６２３号明細書は、デ
ィレクトリ・データが、最も近接するディレクトリ・デ
ータとアドレス指定上親近性をもつ非ディレクトリ・デ
ータの間に散在するように、追記型ディスク上でディレ
クトリ・データと非ディレクトリ・データを混在させる
特定の方法を開示している。外見上、すべての全アドレ
ス可能域（セクタ）が連続して順次記録されるように見
える。
ィレクトリ・データが、最も近接するディレクトリ・デ
ータとアドレス指定上親近性をもつ非ディレクトリ・デ
ータの間に散在するように、追記型ディスク上でディレ
クトリ・データと非ディレクトリ・データを混在させる
特定の方法を開示している。外見上、すべての全アドレ
ス可能域（セクタ）が連続して順次記録されるように見
える。
【０００６】データ記憶媒体における空間管理及びデー
タ・アクセス指定が容易な、従来技術を越える改良を提
供することが望まれる。
タ・アクセス指定が容易な、従来技術を越える改良を提
供することが望まれる。
【０００７】本発明の１つの目的は、ファイル識別子が
生成され、記録中のデータに割り当てられる方式を管理
することにより、制御情報を記憶するために割り当てら
れるディスク・セクタなどのアドレス可能域の数を最小
にすることにある。
生成され、記録中のデータに割り当てられる方式を管理
することにより、制御情報を記憶するために割り当てら
れるディスク・セクタなどのアドレス可能域の数を最小
にすることにある。
【０００８】本発明の他の目的は、記録済み域の間に未
記録の記録可能域が散在して残っている時に、ボリュー
ムの終りを見つけやすくすることにある。
記録の記録可能域が散在して残っている時に、ボリュー
ムの終りを見つけやすくすることにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の実施態様
によれば、ファイル識別トークンに最大トークン値より
小さな値を割り当てる。最大トークン値に到達すると、
新しい最大トークン値を割り当てる。記録動作を開始す
る際、まず最後に記録された最大トークン値を見つけ
る。その後の記録動作で、記録中のファイルにその最大
トークン値よりも大きな値を順次割り当てる。新しい各
最大トークン値は、最後に記録された最大トークン値よ
り大きな値をとる。
によれば、ファイル識別トークンに最大トークン値より
小さな値を割り当てる。最大トークン値に到達すると、
新しい最大トークン値を割り当てる。記録動作を開始す
る際、まず最後に記録された最大トークン値を見つけ
る。その後の記録動作で、記録中のファイルにその最大
トークン値よりも大きな値を順次割り当てる。新しい各
最大トークン値は、最後に記録された最大トークン値よ
り大きな値をとる。
【００１０】本発明の第２の実施態様によれば、ＥＯＶ
ポインタ（所定の１つのアドレス可能域のアドレス）
は、ＥＯＶポインタが生成された時点で、最後に割り当
てられたアドレス可能域に関係する現アドレスをもつ。
ＥＯＶポインタが生成される時、このような最後の割振
りは、データを含むことも含まないこともある。ＥＯＶ
ポインタのアドレスよりも大きなアドレスをもつデータ
が、アドレス可能データ記憶セクタに記録可能であり、
したがってＥＯＶポインタが必ずしも真のボリュームの
終りを指すとは限らない。ＥＯＶポインタのアドレスよ
りも大きなアドレスをもつ、アドレス可能データ記憶域
に記録されているセクタは、連続してアドレス指定され
たアドレス可能データ記憶域に記憶することが好まし
い。真のボリュームの終りを見つけるため、アドレス可
能データ記憶域を指すＥＯＶに密接に関係する所定のア
ドレス可能データ記憶域から始めて、より高いアドレス
のアドレス可能データ記憶域に向かって、未記録域のア
ドレス可能域が見つかるまで、アドレス可能データ記憶
域を走査する。それが見つかると走査を終了し、データ
の記録をどこから続けるかが指示される。
ポインタ（所定の１つのアドレス可能域のアドレス）
は、ＥＯＶポインタが生成された時点で、最後に割り当
てられたアドレス可能域に関係する現アドレスをもつ。
ＥＯＶポインタが生成される時、このような最後の割振
りは、データを含むことも含まないこともある。ＥＯＶ
ポインタのアドレスよりも大きなアドレスをもつデータ
が、アドレス可能データ記憶セクタに記録可能であり、
したがってＥＯＶポインタが必ずしも真のボリュームの
終りを指すとは限らない。ＥＯＶポインタのアドレスよ
りも大きなアドレスをもつ、アドレス可能データ記憶域
に記録されているセクタは、連続してアドレス指定され
たアドレス可能データ記憶域に記憶することが好まし
い。真のボリュームの終りを見つけるため、アドレス可
能データ記憶域を指すＥＯＶに密接に関係する所定のア
ドレス可能データ記憶域から始めて、より高いアドレス
のアドレス可能データ記憶域に向かって、未記録域のア
ドレス可能域が見つかるまで、アドレス可能データ記憶
域を走査する。それが見つかると走査を終了し、データ
の記録をどこから続けるかが指示される。
【００１１】本発明の第３の実施態様では、上記の２つ
の実施態様を組み合わせて、追記型媒体に関係する操作
を効率的に管理する。
の実施態様を組み合わせて、追記型媒体に関係する操作
を効率的に管理する。
【００１２】
【実施例】次に、添付図面をより詳しく参照するが、様
々な図で同じ番号は同じ部分及び構造的特徴を示す。図
１で、ホスト・プロセッサ１０は、本発明を実施する、
図４ないし６に示すマシン動作を実行するファイル管理
プログラム１１を有する。周辺制御装置１３は、ホスト
・プロセッサまたはホスト・コンピュータ１０を１台ま
たは複数の追記型光ディスク記録再生装置１４に通常の
方法で接続する。周辺制御装置１３はホスト・コンピュ
ータに差込み可能な回路板でもよく、ホスト・コンピュ
ータの一部分として埋め込まれていてもよく、ホスト・
コンピュータへの接続カードでもよく、またホスト・コ
ンピュータに接続された別個の独立した装置でもよいこ
とに留意されたい。このような周辺制御装置はまた、主
としてホスト・プロセッサ内でプログラミングすること
もできる。主記憶装置すなわちランダム・アクセス・メ
モリ（ＲＡＭ）１２は、ファイル管理プログラム１１と
ホスト・プロセッサ中で実行される他のプログラムによ
って共用される。追記型光記憶再生装置（一般に再生装
置とも呼ぶ）１４は、通常の方法で周辺制御装置１３に
接続される。
々な図で同じ番号は同じ部分及び構造的特徴を示す。図
１で、ホスト・プロセッサ１０は、本発明を実施する、
図４ないし６に示すマシン動作を実行するファイル管理
プログラム１１を有する。周辺制御装置１３は、ホスト
・プロセッサまたはホスト・コンピュータ１０を１台ま
たは複数の追記型光ディスク記録再生装置１４に通常の
方法で接続する。周辺制御装置１３はホスト・コンピュ
ータに差込み可能な回路板でもよく、ホスト・コンピュ
ータの一部分として埋め込まれていてもよく、ホスト・
コンピュータへの接続カードでもよく、またホスト・コ
ンピュータに接続された別個の独立した装置でもよいこ
とに留意されたい。このような周辺制御装置はまた、主
としてホスト・プロセッサ内でプログラミングすること
もできる。主記憶装置すなわちランダム・アクセス・メ
モリ（ＲＡＭ）１２は、ファイル管理プログラム１１と
ホスト・プロセッサ中で実行される他のプログラムによ
って共用される。追記型光記憶再生装置（一般に再生装
置とも呼ぶ）１４は、通常の方法で周辺制御装置１３に
接続される。
【００１３】図２は、再生装置１４に取外し可能に挿入
できる追記型光ディスクの平面図を簡略化した形で示し
ている。ディスク１５は、多数のほぼ同心状のトラック
を含み、そのうちの３つをそれぞれ１６、１７、１８で
示す。一本のらせん状トランクがしばしば使用される
が、それだけに限定されるものではない。本明細書で
は、同心状トラックという用語はらせん状トラックの各
渦巻をも指すものとする。ディスクの非使用時はトラン
スデューサ（図示せず）がディスクの一方の半径方向縁
部に一時停留していると仮定すると、トラック１８はボ
リューム媒体情報（ＶＭＩ）を含むことができる。ディ
スクを使用するにつれてＶＭＩ情報が増加するので、Ｖ
ＭＩ情報の一部を記憶するために、トラック１７及び１
６も使用されることがあり得る。他のトラック（図示せ
ず）は、すべて周知のように、ディレクトリ及び他の制
御情報ならびにユーザ・データを記憶する。
できる追記型光ディスクの平面図を簡略化した形で示し
ている。ディスク１５は、多数のほぼ同心状のトラック
を含み、そのうちの３つをそれぞれ１６、１７、１８で
示す。一本のらせん状トランクがしばしば使用される
が、それだけに限定されるものではない。本明細書で
は、同心状トラックという用語はらせん状トラックの各
渦巻をも指すものとする。ディスクの非使用時はトラン
スデューサ（図示せず）がディスクの一方の半径方向縁
部に一時停留していると仮定すると、トラック１８はボ
リューム媒体情報（ＶＭＩ）を含むことができる。ディ
スクを使用するにつれてＶＭＩ情報が増加するので、Ｖ
ＭＩ情報の一部を記憶するために、トラック１７及び１
６も使用されることがあり得る。他のトラック（図示せ
ず）は、すべて周知のように、ディレクトリ及び他の制
御情報ならびにユーザ・データを記憶する。
【００１４】追記型光ディスクは、ディスク１５上に記
録されているファイルの記憶データをリンクするため
に、いわゆる連続チェーンを用いることが多い。この場
合ディスク上にはユーザ・データのファイルの連続チェ
ーン、制御データの連続チェーン等、いくつものチェー
ンが存在する。データ・ファイルの連続チェーンは制御
データの連続チェーンとは別のものである。ＶＭＩ連続
チェーン（図３）を作成する際、本明細書でアドレス可
能データ記憶域と呼ぶディスク・セクタの群が、大きさ
が一定の割振り単位を形成する。このような群は、ＤＯ
Ｓベースのシステムのクラスタ割振りと同等のものであ
る。記憶域群をＶＭＩ情報連続チェーンに割り振るに
は、このような記憶域群が各トラック内の記憶域の数の
整数倍またはその数分の一倍であることが好ましい。図
示されている実施例では、１群が、１トラック内の記憶
域の数に等しい数の記憶域から構成されているらせん状
トラックを仮定する。開始アドレス、すなわち第１記憶
域、すなわち最低のアドレスをもつ群中の記憶域のアド
レスが決まると、群中の記憶域数を最低のアドレスすな
わち第１アドレスに加えることにより、群中の最終記憶
域のアドレスが容易に計算できる。より大きい、より高
いなどの語は、逓減式の逐次アドレス指定、すなわち最
初のアドレスがディスク１５中の最高アドレスであり、
続いて割り振られるまたは使用される記憶域が、次々に
減少するアドレス番号によってアドレス指定可能または
識別される場合も含むものとする。
録されているファイルの記憶データをリンクするため
に、いわゆる連続チェーンを用いることが多い。この場
合ディスク上にはユーザ・データのファイルの連続チェ
ーン、制御データの連続チェーン等、いくつものチェー
ンが存在する。データ・ファイルの連続チェーンは制御
データの連続チェーンとは別のものである。ＶＭＩ連続
チェーン（図３）を作成する際、本明細書でアドレス可
能データ記憶域と呼ぶディスク・セクタの群が、大きさ
が一定の割振り単位を形成する。このような群は、ＤＯ
Ｓベースのシステムのクラスタ割振りと同等のものであ
る。記憶域群をＶＭＩ情報連続チェーンに割り振るに
は、このような記憶域群が各トラック内の記憶域の数の
整数倍またはその数分の一倍であることが好ましい。図
示されている実施例では、１群が、１トラック内の記憶
域の数に等しい数の記憶域から構成されているらせん状
トラックを仮定する。開始アドレス、すなわち第１記憶
域、すなわち最低のアドレスをもつ群中の記憶域のアド
レスが決まると、群中の記憶域数を最低のアドレスすな
わち第１アドレスに加えることにより、群中の最終記憶
域のアドレスが容易に計算できる。より大きい、より高
いなどの語は、逓減式の逐次アドレス指定、すなわち最
初のアドレスがディスク１５中の最高アドレスであり、
続いて割り振られるまたは使用される記憶域が、次々に
減少するアドレス番号によってアドレス指定可能または
識別される場合も含むものとする。
【００１５】図３に示すＶＭＩ連続チェーンは、アドレ
ス可能データ記憶域２３の３つの群２０、２１、２２を
含んでいる。この３つの群とそのアドレス可能データ記
憶域２３は、後述するアドレス・ポインタによってリン
クされる。記憶域２３の第１群２０はトラック１８中に
存在する。群２０の最終記憶域２４は、第１記憶域のア
ドレスに群中の記憶域の数を加えた（差引いた）値に等
しいディスク１５のアドレスをもつ。記憶域２３の第２
群２１はトラック１７中にある。群２０と２１は次のよ
うにリンクされる。第２群２１の記憶域２５は群２０の
最終記憶域２４を指す逆方向ポインタをもち、記憶域２
４は記憶域２５を指す順方向ポインタをもつ。同様に、
第２群は、第２群２１の最終記憶域２６及び第３群２２
の第１記憶域２７のアドレス・ポインタによって第３群
にリンクされる。この考察では、第３群２２中の記憶域
２８が、連続チェーン中ＶＭＩデータを記憶する最終記
憶域であるものとする。記憶域２９は、ＶＭＩ連続チェ
ーン中のアドレス可能データ記憶域２３の最初の空白域
すなわち空の記憶域である。この連続チェーンに関する
操作は、図４ないし図６から明らかになろう。
ス可能データ記憶域２３の３つの群２０、２１、２２を
含んでいる。この３つの群とそのアドレス可能データ記
憶域２３は、後述するアドレス・ポインタによってリン
クされる。記憶域２３の第１群２０はトラック１８中に
存在する。群２０の最終記憶域２４は、第１記憶域のア
ドレスに群中の記憶域の数を加えた（差引いた）値に等
しいディスク１５のアドレスをもつ。記憶域２３の第２
群２１はトラック１７中にある。群２０と２１は次のよ
うにリンクされる。第２群２１の記憶域２５は群２０の
最終記憶域２４を指す逆方向ポインタをもち、記憶域２
４は記憶域２５を指す順方向ポインタをもつ。同様に、
第２群は、第２群２１の最終記憶域２６及び第３群２２
の第１記憶域２７のアドレス・ポインタによって第３群
にリンクされる。この考察では、第３群２２中の記憶域
２８が、連続チェーン中ＶＭＩデータを記憶する最終記
憶域であるものとする。記憶域２９は、ＶＭＩ連続チェ
ーン中のアドレス可能データ記憶域２３の最初の空白域
すなわち空の記憶域である。この連続チェーンに関する
操作は、図４ないし図６から明らかになろう。
【００１６】ＶＭＩ連続チェーンの割り振られた群２２
は、いくつかの空白域すなわち空の記憶域２９及び２９
Ａを含んでいる。データの記録は、ディスク１５の群２
２の記憶域に接するアドレス可能データ記憶域２９Ｂか
ら順に、ディスク１５上で進められる。この配列は、記
録済みの記憶域２８と２９Ｂの間に空白域すなわち空の
記憶域２９及び２９Ａを示している。ＶＭＩ連続チェー
ンについて述べた手順を用いると、このように隔離され
た記録域の間に空白域２９Ａが介在する、多くの例が生
じる。このような空白域の介在は、ユーザ・データ・フ
ァイルの割振りが、割振りに続く最初の記録操作で使用
されるこのような割り振られた記憶域の数を越えるとき
にも生じる。最初の空白域（最低のアドレスの空白域）
を求めて走査することなどによって、真のＥＯＶを見つ
ける際、このような介在する空白域は無視しなければな
らない。本発明では、速く真のＥＯＶを見つけるため
に、ＥＯＶポインタ値を用いて、このような介在する空
白域をすべて論理的に「飛び越す」。
は、いくつかの空白域すなわち空の記憶域２９及び２９
Ａを含んでいる。データの記録は、ディスク１５の群２
２の記憶域に接するアドレス可能データ記憶域２９Ｂか
ら順に、ディスク１５上で進められる。この配列は、記
録済みの記憶域２８と２９Ｂの間に空白域すなわち空の
記憶域２９及び２９Ａを示している。ＶＭＩ連続チェー
ンについて述べた手順を用いると、このように隔離され
た記録域の間に空白域２９Ａが介在する、多くの例が生
じる。このような空白域の介在は、ユーザ・データ・フ
ァイルの割振りが、割振りに続く最初の記録操作で使用
されるこのような割り振られた記憶域の数を越えるとき
にも生じる。最初の空白域（最低のアドレスの空白域）
を求めて走査することなどによって、真のＥＯＶを見つ
ける際、このような介在する空白域は無視しなければな
らない。本発明では、速く真のＥＯＶを見つけるため
に、ＥＯＶポインタ値を用いて、このような介在する空
白域をすべて論理的に「飛び越す」。
【００１７】アドレス可能データ記憶域２３は、それぞ
れ同じ様式をもつ。第１フィールド３０は、後述する最
大値ファイル指示トークン（最大トークン）を記憶す
る。第２フィールド３１は、ＥＯＶポインタを記憶す
る。本発明の実施に当たって、ＥＯＶポインタは必ずし
も真のＥＯＶを指すものではないことに留意されたい。
本発明の理解に直接関係ない他の制御データは、第３フ
ィールド３２にある。逆方向ポインタ３３は直前の記憶
域２３のアドレスを含んでいる。すなわち、記憶域２５
の逆方向ポインタは記憶域２４を指す。順方向ポインタ
３４は次の記憶域２３を、それがデータを含んでいても
いなくても、指す。すなわち、群２２の記憶域２８にお
ける順方向ポインタ３４は、空白であって、記録された
データを含んでいない次の空白の記憶域２９を指す。記
憶域２８は、いくつかの空白域がその群の割振り内に残
っていても、ＶＭＩ連続チェーンの最終記憶域として定
義される。後で説明するが、図３のＶＭＩチェーン・エ
ントリはユーザ・ファイルに対してデータ記憶域が割り
振られ、ＥＯＶが更新される都度更新される。ＥＯＶポ
インタの値が最大トークン値を超過すると新たな最大ト
ークンが生成され、新たなＶＭＩチェーン・エントリが
記入される。第３の群２２の最終記憶域（番号付けされ
ていない）がエントリで満杯になると、第４の群（図示
せず）がＶＭＩチェーンに割り振られ、順方向ポインタ
はこの第４群の最初の記憶域（図示せず）を指す。デー
タを含む最終記憶域とＥＯＶポインタが指す記憶域の間
に、空白記憶域が存在する。したがって、ＥＯＶポイン
タは、それが空白であろうとデータを含んでいようと、
それから先は新たな記録動作に使えないディスク上の最
終記憶域を指す。番号３８は、ディスク１５上の全デー
タが連続チェーンを用いて記録されることを示す。ＶＭ
Ｉ連続チェーンは大きさの等しい割振り群の形で割り振
られるが、他の連続チェーンは大きさが可変の割振り群
をもつことができる。
れ同じ様式をもつ。第１フィールド３０は、後述する最
大値ファイル指示トークン（最大トークン）を記憶す
る。第２フィールド３１は、ＥＯＶポインタを記憶す
る。本発明の実施に当たって、ＥＯＶポインタは必ずし
も真のＥＯＶを指すものではないことに留意されたい。
本発明の理解に直接関係ない他の制御データは、第３フ
ィールド３２にある。逆方向ポインタ３３は直前の記憶
域２３のアドレスを含んでいる。すなわち、記憶域２５
の逆方向ポインタは記憶域２４を指す。順方向ポインタ
３４は次の記憶域２３を、それがデータを含んでいても
いなくても、指す。すなわち、群２２の記憶域２８にお
ける順方向ポインタ３４は、空白であって、記録された
データを含んでいない次の空白の記憶域２９を指す。記
憶域２８は、いくつかの空白域がその群の割振り内に残
っていても、ＶＭＩ連続チェーンの最終記憶域として定
義される。後で説明するが、図３のＶＭＩチェーン・エ
ントリはユーザ・ファイルに対してデータ記憶域が割り
振られ、ＥＯＶが更新される都度更新される。ＥＯＶポ
インタの値が最大トークン値を超過すると新たな最大ト
ークンが生成され、新たなＶＭＩチェーン・エントリが
記入される。第３の群２２の最終記憶域（番号付けされ
ていない）がエントリで満杯になると、第４の群（図示
せず）がＶＭＩチェーンに割り振られ、順方向ポインタ
はこの第４群の最初の記憶域（図示せず）を指す。デー
タを含む最終記憶域とＥＯＶポインタが指す記憶域の間
に、空白記憶域が存在する。したがって、ＥＯＶポイン
タは、それが空白であろうとデータを含んでいようと、
それから先は新たな記録動作に使えないディスク上の最
終記憶域を指す。番号３８は、ディスク１５上の全デー
タが連続チェーンを用いて記録されることを示す。ＶＭ
Ｉ連続チェーンは大きさの等しい割振り群の形で割り振
られるが、他の連続チェーンは大きさが可変の割振り群
をもつことができる。
【００１８】図４は、ディスク１５を再生装置１４に装
着する、すなわちロードする場合に実行されるマシン動
作を示す。ディスク１５にはＶＭＩ連続チェーンその他
のデータが記憶されることになる。機械ステップ４０
で、ディスク１５を再生装置１４に装着（挿入）する。
再生装置１４は、ディスク１５の装着を検出する通常の
装置を含んでいる。再生装置１４は、ディスク１５の装
着をファイル管理プログラム１１に報告する。ファイル
管理プログラム１１は、機械ステップ４１を実行するコ
マンドで再生装置１４に応答する。機械ステップ４１で
は、ＶＭＩ連続チェーン（図３）の最終セクタ（アドレ
ス可能データ記憶域）２８を見つける。このような最終
記憶域２８は、ＥＯＶと最大トークンの現在値を記憶し
ている。記憶域２８は、次に隣接する空白域すなわち空
の記憶域２９を指す、その順方向ポインタ３４によって
識別される。機械ステップ４２で、フィールド３０を読
み取って現最大トークン値を見つける。機械ステップ４
３で、現トークン値をＲＡＭに通常の方法で記憶する。
機械ステップ４４で、現ＥＯＶを記憶域２８のフィール
ド３１から読み取る。機械ステップ４５で、現ＥＯＶ値
をＲＡＭ１２に記憶する。番号４６は、次いで他のマシ
ン動作が実行されることを示す。たとえば、まず現ＥＯ
Ｖ値で指示されるディスク１５上の記憶域にアクセスす
ることにより、真のＥＯＶを見つける。これに関連し
て、ＥＯＶ値は、最後に割り振られた記憶域またはその
直後に続く記憶域（直後に続くとは、最後に割り振られ
た記憶域のアドレスに１を加えた、次のアドレス値をも
つ記憶域を意味する）を指すことがあることに留意され
たい。本発明によれば、真のＥＯＶは、ＥＯＶの指す記
憶域に続く最初の空白セクタである。ある例では、ＥＯ
Ｖポインタよりも大きなアドレスをもつ、連続する多数
のデータ充填域が存在し得る。光記録技術で通常行われ
ているように、データをディスク１５上に記録する、デ
ータをディスク１５から読み取る、状況などを報告する
など、その他のマシン動作も４６で行われる。
着する、すなわちロードする場合に実行されるマシン動
作を示す。ディスク１５にはＶＭＩ連続チェーンその他
のデータが記憶されることになる。機械ステップ４０
で、ディスク１５を再生装置１４に装着（挿入）する。
再生装置１４は、ディスク１５の装着を検出する通常の
装置を含んでいる。再生装置１４は、ディスク１５の装
着をファイル管理プログラム１１に報告する。ファイル
管理プログラム１１は、機械ステップ４１を実行するコ
マンドで再生装置１４に応答する。機械ステップ４１で
は、ＶＭＩ連続チェーン（図３）の最終セクタ（アドレ
ス可能データ記憶域）２８を見つける。このような最終
記憶域２８は、ＥＯＶと最大トークンの現在値を記憶し
ている。記憶域２８は、次に隣接する空白域すなわち空
の記憶域２９を指す、その順方向ポインタ３４によって
識別される。機械ステップ４２で、フィールド３０を読
み取って現最大トークン値を見つける。機械ステップ４
３で、現トークン値をＲＡＭに通常の方法で記憶する。
機械ステップ４４で、現ＥＯＶを記憶域２８のフィール
ド３１から読み取る。機械ステップ４５で、現ＥＯＶ値
をＲＡＭ１２に記憶する。番号４６は、次いで他のマシ
ン動作が実行されることを示す。たとえば、まず現ＥＯ
Ｖ値で指示されるディスク１５上の記憶域にアクセスす
ることにより、真のＥＯＶを見つける。これに関連し
て、ＥＯＶ値は、最後に割り振られた記憶域またはその
直後に続く記憶域（直後に続くとは、最後に割り振られ
た記憶域のアドレスに１を加えた、次のアドレス値をも
つ記憶域を意味する）を指すことがあることに留意され
たい。本発明によれば、真のＥＯＶは、ＥＯＶの指す記
憶域に続く最初の空白セクタである。ある例では、ＥＯ
Ｖポインタよりも大きなアドレスをもつ、連続する多数
のデータ充填域が存在し得る。光記録技術で通常行われ
ているように、データをディスク１５上に記録する、デ
ータをディスク１５から読み取る、状況などを報告する
など、その他のマシン動作も４６で行われる。
【００１９】図５は、ユーザ・データのファイルを連続
するアドレス可能データ記憶域に記憶し、このファイル
を識別するようにＥＯＶ値を更新する、マシン動作を、
簡略化された形で示す。機械ステップ５０で、ファイル
管理プログラム１１は、データをディスク１５上にファ
イルとして記録する要求を受け取る。機械ステップ５１
で、現ＥＯＶ値が所定値だけ増分される。次いで、機械
ステップ５２で、ファイル管理プログラム１１が、増分
されたＥＯＶ値を、図４で述べるボリューム装着中にフ
ィールド３０から検索された最大値トークン（最大トー
クン）の現在値と比較する。増分されたＥＯＶ値が最大
トークン値より小さい場合には、ファイル管理プログラ
ム１１は機械ステップ５３に進み、ファイルをディスク
１５に記録する。図５では、ディスク１５上でファイル
用データ記録スペースを獲得する通常の割振りステップ
を省略してあることに留意されたい。受け取ったファイ
ルを記録した後、ファイル管理プログラム１１及びホス
ト・プロセッサ１０のその他のプログラム（図示せず）
は他のマシン動作に進む。
するアドレス可能データ記憶域に記憶し、このファイル
を識別するようにＥＯＶ値を更新する、マシン動作を、
簡略化された形で示す。機械ステップ５０で、ファイル
管理プログラム１１は、データをディスク１５上にファ
イルとして記録する要求を受け取る。機械ステップ５１
で、現ＥＯＶ値が所定値だけ増分される。次いで、機械
ステップ５２で、ファイル管理プログラム１１が、増分
されたＥＯＶ値を、図４で述べるボリューム装着中にフ
ィールド３０から検索された最大値トークン（最大トー
クン）の現在値と比較する。増分されたＥＯＶ値が最大
トークン値より小さい場合には、ファイル管理プログラ
ム１１は機械ステップ５３に進み、ファイルをディスク
１５に記録する。図５では、ディスク１５上でファイル
用データ記録スペースを獲得する通常の割振りステップ
を省略してあることに留意されたい。受け取ったファイ
ルを記録した後、ファイル管理プログラム１１及びホス
ト・プロセッサ１０のその他のプログラム（図示せず）
は他のマシン動作に進む。
【００２０】機械ステップ５２で、増分されたＥＯＶ値
が最大トークン値以上の場合には、ファイル管理プログ
ラム１１は新しいトークン値を生成して、古い最大トー
クン値と置き換える。いかなる時点でも、有効な最大ト
ークン値がただ一つ存在する。機械ステップ５５で、フ
ァイル管理プログラム１１は、６４、１２８、２５６な
ど所定の値を現最大トークン値に加えることにより、新
しい最大トークンを作成する。この所定値は、ファイル
管理プログラム１１がディスク１５のアドレス可能記憶
域を保留することを可能とする余裕となる。その際に、
最大トークンは、図４に関して述べたように、ディスク
１５上にファイルを記録するのに使用できる最小の範囲
を指定する。このような新しい最大トークン値は、ＥＯ
Ｖ値をＶＭＩ連続チェーンに記録せずに、所定数のファ
イルをディスク１５上に記録できるようにすることによ
り、ＶＭＩ連続チェーン用に使用されるアドレス可能記
憶域２３の数が減るように選択する。最大トークン値が
更新されたので、新しい最大トークン値を空白域２９な
どＶＭＩ連続チェーン（図３）の次のアドレス可能デー
タ記憶域中のフィールド３０に記憶すると（このような
記録動作では、フィールド３０〜３４もすべて記録され
る）、どの再生装置１４でもディスク１５を受け取り、
最後に記録された最大トークン値に基づいて受け取った
ファイルに新しい独自のＥＯＶ値を速やかに割当てるこ
とができるようになる。したがって、機械ステップ５６
で、ファイル管理プログラム１１は、新しい最大トーク
ン値をディスク１５上に記録し、ファイルをディスク１
５上に記録しようとするたびに機械ステップ５２を実行
するためにこの値を保持する。機械ステップ５６終了
後、ファイル管理プログラム１１は機械ステップ５２及
び５３に戻る。
が最大トークン値以上の場合には、ファイル管理プログ
ラム１１は新しいトークン値を生成して、古い最大トー
クン値と置き換える。いかなる時点でも、有効な最大ト
ークン値がただ一つ存在する。機械ステップ５５で、フ
ァイル管理プログラム１１は、６４、１２８、２５６な
ど所定の値を現最大トークン値に加えることにより、新
しい最大トークンを作成する。この所定値は、ファイル
管理プログラム１１がディスク１５のアドレス可能記憶
域を保留することを可能とする余裕となる。その際に、
最大トークンは、図４に関して述べたように、ディスク
１５上にファイルを記録するのに使用できる最小の範囲
を指定する。このような新しい最大トークン値は、ＥＯ
Ｖ値をＶＭＩ連続チェーンに記録せずに、所定数のファ
イルをディスク１５上に記録できるようにすることによ
り、ＶＭＩ連続チェーン用に使用されるアドレス可能記
憶域２３の数が減るように選択する。最大トークン値が
更新されたので、新しい最大トークン値を空白域２９な
どＶＭＩ連続チェーン（図３）の次のアドレス可能デー
タ記憶域中のフィールド３０に記憶すると（このような
記録動作では、フィールド３０〜３４もすべて記録され
る）、どの再生装置１４でもディスク１５を受け取り、
最後に記録された最大トークン値に基づいて受け取った
ファイルに新しい独自のＥＯＶ値を速やかに割当てるこ
とができるようになる。したがって、機械ステップ５６
で、ファイル管理プログラム１１は、新しい最大トーク
ン値をディスク１５上に記録し、ファイルをディスク１
５上に記録しようとするたびに機械ステップ５２を実行
するためにこの値を保持する。機械ステップ５６終了
後、ファイル管理プログラム１１は機械ステップ５２及
び５３に戻る。
【００２１】図６は、データ記録用のスペースを割り振
るたびに、ＥＯＶ値を更新し記録する機械動作を示して
いる。デマウント・コマンドの発行時や、セッション終
了指示を受け取った時など、あるシステム状況が変化し
た時、ならびにタイムアウト時間満了、時刻、活動レベ
ル指示の変化など、その他の事態が生じた時に、ある記
録動作が望まれることがある。このような所望の記録動
作は、状況変化が起ころうとするときに、ＥＯＶ及び最
大トークンの更新値が記録されていない場合に行われ
る。どのような構成のシステムにおいても、上記の判定
基準及び方法のどれか一つ、いくつか、あるいはすべて
を、本発明を実施するのに使用することができる。
るたびに、ＥＯＶ値を更新し記録する機械動作を示して
いる。デマウント・コマンドの発行時や、セッション終
了指示を受け取った時など、あるシステム状況が変化し
た時、ならびにタイムアウト時間満了、時刻、活動レベ
ル指示の変化など、その他の事態が生じた時に、ある記
録動作が望まれることがある。このような所望の記録動
作は、状況変化が起ころうとするときに、ＥＯＶ及び最
大トークンの更新値が記録されていない場合に行われ
る。どのような構成のシステムにおいても、上記の判定
基準及び方法のどれか一つ、いくつか、あるいはすべて
を、本発明を実施するのに使用することができる。
【００２２】番号６０のマシン動作の流れ経路の入り口
を介して、ホスト・プロセッサ１０中のプログラム（図
示せず）から割振り要求を受け取ると、ファイル管理プ
ログラム１１は、直ちに割振りステップ６１を実行す
る。割振りステップ６１では、データ・ファイル記録用
の連続チェーンにおいて多数のアドレス可能データ記憶
域を、連続する記録動作用に割り振る。２つの既知の割
振りモードが使用でき、周知のように、どちらのモード
にもいくつかの変形がある。通常通り、各割振りの際に
は、連続する空白域が割り振られる。第１のモードで
は、割振りステップ６１で、記録しようとするファイル
またはファイルの一部分のデータを記憶するのに充分な
数の記憶域を割り振る。ホスト・プロセッサ１０の他の
すべてのプログラム（図示せず）が、ファイル管理プロ
グラム１１に、所望する記憶域の数を指示する。次に続
く記録動作で、割り振られたばかりのすべての記憶域に
データが記録される。第２のモードでは、割振りステッ
プ６１で、ファイル管理プログラム１１が、今割り振ら
れたばかりの記憶域に対する次に続く記録動作で必要と
される記憶域数を越える数の記憶域を割り振る。ホスト
・プロセッサ１０が、割り振ろうとする所望の記憶域の
数を指示することもあり、あるいは割振り要求が、所定
数の記憶域が割り振られることを推論で指示することも
ある。すなわち、割振り要求が、ファイル管理プログラ
ム１１によって割振られる記憶域の所与の数を指示する
ものと解釈される情報を含むことがある。この例では使
用するモードが、ＥＯＶ値を更新し記録するための判定
基準である。割り振ろうとする記憶域の数の選択がファ
イル管理プログラム１１とは独立にホスト・プロセッサ
１０によって完全に制御できるときは、ホスト・プロセ
ッサ１０の他のプログラム（図示せず）が、割振りステ
ップ６１の後または他のある時にＥＯＶ値を更新するよ
う指令するＥＯＶ更新指示フラグを、ファイル管理プロ
グラム１１に送ることができる。
を介して、ホスト・プロセッサ１０中のプログラム（図
示せず）から割振り要求を受け取ると、ファイル管理プ
ログラム１１は、直ちに割振りステップ６１を実行す
る。割振りステップ６１では、データ・ファイル記録用
の連続チェーンにおいて多数のアドレス可能データ記憶
域を、連続する記録動作用に割り振る。２つの既知の割
振りモードが使用でき、周知のように、どちらのモード
にもいくつかの変形がある。通常通り、各割振りの際に
は、連続する空白域が割り振られる。第１のモードで
は、割振りステップ６１で、記録しようとするファイル
またはファイルの一部分のデータを記憶するのに充分な
数の記憶域を割り振る。ホスト・プロセッサ１０の他の
すべてのプログラム（図示せず）が、ファイル管理プロ
グラム１１に、所望する記憶域の数を指示する。次に続
く記録動作で、割り振られたばかりのすべての記憶域に
データが記録される。第２のモードでは、割振りステッ
プ６１で、ファイル管理プログラム１１が、今割り振ら
れたばかりの記憶域に対する次に続く記録動作で必要と
される記憶域数を越える数の記憶域を割り振る。ホスト
・プロセッサ１０が、割り振ろうとする所望の記憶域の
数を指示することもあり、あるいは割振り要求が、所定
数の記憶域が割り振られることを推論で指示することも
ある。すなわち、割振り要求が、ファイル管理プログラ
ム１１によって割振られる記憶域の所与の数を指示する
ものと解釈される情報を含むことがある。この例では使
用するモードが、ＥＯＶ値を更新し記録するための判定
基準である。割り振ろうとする記憶域の数の選択がファ
イル管理プログラム１１とは独立にホスト・プロセッサ
１０によって完全に制御できるときは、ホスト・プロセ
ッサ１０の他のプログラム（図示せず）が、割振りステ
ップ６１の後または他のある時にＥＯＶ値を更新するよ
う指令するＥＯＶ更新指示フラグを、ファイル管理プロ
グラム１１に送ることができる。
【００２３】本発明はまた、割振りステップを記録ステ
ップと独立なものにする。すなわち、通常は、記録は記
憶域の割振りの直後に行われるのが普通であるが、本発
明では、未使用の記憶域をずっと後で記録するために割
り振られた状態に残しながら、真のＥＯＶを将来の割振
りのために速やかに識別することができる。
ップと独立なものにする。すなわち、通常は、記録は記
憶域の割振りの直後に行われるのが普通であるが、本発
明では、未使用の記憶域をずっと後で記録するために割
り振られた状態に残しながら、真のＥＯＶを将来の割振
りのために速やかに識別することができる。
【００２４】割振りが終了すると直ちに、ファイル管理
プログラム１１は機械ステップ６２に進み、ＥＯＶを更
新するために選択される制御モードを決定する。「即
時」ＥＯＶ更新モードは、割振りステップ６１でその第
２モードで割振りを実行した直後に、ＥＯＶ値を更新す
る。それ以外の場合は、第１モードで完了したどのよう
な割振りも、ＥＯＶ値を更新しない。即時モードを仮定
すると、機械ステップ６３で、ファイル管理プログラム
１１は以前の割振りで使用されたモードを判定する、す
なわち第２モードで空白域が現れることになるかどうか
を判定する。空白域が現れる場合、ファイル管理プログ
ラム１１は、機械ステップ６４に進み、更新されたＥＯ
Ｖ値を生成する。最大トークンに関する後述のマシン動
作が完了するまで、ファイル管理プログラム１１によっ
てディスク１５上に記録するために、更新済みＥＯＶ値
はＲＡＭ１２に記憶される。
プログラム１１は機械ステップ６２に進み、ＥＯＶを更
新するために選択される制御モードを決定する。「即
時」ＥＯＶ更新モードは、割振りステップ６１でその第
２モードで割振りを実行した直後に、ＥＯＶ値を更新す
る。それ以外の場合は、第１モードで完了したどのよう
な割振りも、ＥＯＶ値を更新しない。即時モードを仮定
すると、機械ステップ６３で、ファイル管理プログラム
１１は以前の割振りで使用されたモードを判定する、す
なわち第２モードで空白域が現れることになるかどうか
を判定する。空白域が現れる場合、ファイル管理プログ
ラム１１は、機械ステップ６４に進み、更新されたＥＯ
Ｖ値を生成する。最大トークンに関する後述のマシン動
作が完了するまで、ファイル管理プログラム１１によっ
てディスク１５上に記録するために、更新済みＥＯＶ値
はＲＡＭ１２に記憶される。
【００２５】機械ステップ６３で、最終割振りステップ
６１の実行が第１モードであった場合には、ファイル管
理プログラム１１は機械ステップ６５に進んで、現最大
トークン値に関し新しいＥＯＶ値を評価する。機械ステ
ップ６５はまた、機械ステップ６４または６６からも実
行される。機械ステップ６５は、図５の前記機械ステッ
プ５２と同一である。
６１の実行が第１モードであった場合には、ファイル管
理プログラム１１は機械ステップ６５に進んで、現最大
トークン値に関し新しいＥＯＶ値を評価する。機械ステ
ップ６５はまた、機械ステップ６４または６６からも実
行される。機械ステップ６５は、図５の前記機械ステッ
プ５２と同一である。
【００２６】機械ステップ６２のＥＯＶモードが「その
他」の場合、機械ステップ６６で、ファイル管理プログ
ラム１１は、割り振られたセクタ群に空白域を残してお
くこと以外に、新しいＥＯＶ値の即時生成を必要とする
かそれとも後刻での生成を必要とするかを確認する。レ
ジスタ６６Ｃは、新しいＥＯＶ値が必要なことを指示す
る可能性のある、ホスト・プロセッサ１０の他のプログ
ラム（図示せず）からの制御データを記憶する。様々な
ＥＯＶ更新を単独であるいは所定の組合せで使用するこ
とができ、すべてシステムの設計及びプログラミングに
依存している。所与の例は、ＥＯＶ値の更新を実行する
のに使える基準のすべてではない。レジスタ６６Ｃにあ
るものとして与えられている例は、時間切れタイマ（Ｔ
ＯＴ）の満了であり、所定の時刻（ＴＯＤ）に達する
と、ユーザ・データ・ファイルの割振りが後続の最初の
記録（ＵＮ）後に空白域を残すようにすることもしない
こともあり、あるいは活動（ＡＣＴ）のタイプ及び強度
が最近の計算でＥＯＶ値を更新するのが有利なことを示
すようなものである。このような活動は、割振りステッ
プ６１の反復実行において所定数の連続する割振りを含
むことができ、あるいは機械ステップ６１のこのような
実行によって、所定数の記憶域が割り振られている。以
上の説明からすぐに分かるように、ＥＯＶ値の更新を活
動化するために、非常に様々な基準を使用することがで
きる。
他」の場合、機械ステップ６６で、ファイル管理プログ
ラム１１は、割り振られたセクタ群に空白域を残してお
くこと以外に、新しいＥＯＶ値の即時生成を必要とする
かそれとも後刻での生成を必要とするかを確認する。レ
ジスタ６６Ｃは、新しいＥＯＶ値が必要なことを指示す
る可能性のある、ホスト・プロセッサ１０の他のプログ
ラム（図示せず）からの制御データを記憶する。様々な
ＥＯＶ更新を単独であるいは所定の組合せで使用するこ
とができ、すべてシステムの設計及びプログラミングに
依存している。所与の例は、ＥＯＶ値の更新を実行する
のに使える基準のすべてではない。レジスタ６６Ｃにあ
るものとして与えられている例は、時間切れタイマ（Ｔ
ＯＴ）の満了であり、所定の時刻（ＴＯＤ）に達する
と、ユーザ・データ・ファイルの割振りが後続の最初の
記録（ＵＮ）後に空白域を残すようにすることもしない
こともあり、あるいは活動（ＡＣＴ）のタイプ及び強度
が最近の計算でＥＯＶ値を更新するのが有利なことを示
すようなものである。このような活動は、割振りステッ
プ６１の反復実行において所定数の連続する割振りを含
むことができ、あるいは機械ステップ６１のこのような
実行によって、所定数の記憶域が割り振られている。以
上の説明からすぐに分かるように、ＥＯＶ値の更新を活
動化するために、非常に様々な基準を使用することがで
きる。
【００２７】レジスタ６６ＣのＡＣＴ制御の１実施態様
によれば、割振りステップ６１で、近く行われる割振り
が最大限の割振りスペース（アンブレラ割り振り）内で
行われることを予期して、スペースのアンブレラ割振り
またはスーパー割振りを実行する。ＥＯＶポインタは、
アンブレラ割振りスペースの終りを指すように前進す
る。アンブレラ割振りスペースを越えた時は、新しいア
ンブレラ・スペースが割り振られ、ＥＯＶポインタがそ
のスペースの終りを指すように前進する。すなわち、Ｅ
ＯＶポインタを、現在使用を考慮されている最高のアド
レスまで前進させ、ＶＭＩ連続チェーンに書き込むこと
ができる。アンブレラＥＯＶポインタが最大トークン３
０となることも可能である。それにより、各アンブレラ
割振りで、ＶＭＩチェーンが本明細書に記載のように更
新される。
によれば、割振りステップ６１で、近く行われる割振り
が最大限の割振りスペース（アンブレラ割り振り）内で
行われることを予期して、スペースのアンブレラ割振り
またはスーパー割振りを実行する。ＥＯＶポインタは、
アンブレラ割振りスペースの終りを指すように前進す
る。アンブレラ割振りスペースを越えた時は、新しいア
ンブレラ・スペースが割り振られ、ＥＯＶポインタがそ
のスペースの終りを指すように前進する。すなわち、Ｅ
ＯＶポインタを、現在使用を考慮されている最高のアド
レスまで前進させ、ＶＭＩ連続チェーンに書き込むこと
ができる。アンブレラＥＯＶポインタが最大トークン３
０となることも可能である。それにより、各アンブレラ
割振りで、ＶＭＩチェーンが本明細書に記載のように更
新される。
【００２８】ディスク媒体が再生装置１４内に収容さ
れ、受け機構１４Ｒが、マシン制御下にある限り、ディ
スク媒体は、図８及び図９に関して後述するような、密
閉環境中にあると考えることができる。個々の各再生装
置に、図９に示す手順を適用することができる。このよ
うな場合、ＥＯＶはＶＭＩチェーンに記録される代わり
に、図８の記憶装置９２のような永久記憶装置にＥＯＶ
が記憶される。この手順により、最大トークン値及びＥ
ＯＶ値をＶＭＩ連続チェーン中に記録しなければならな
い回数がさらに制限される。ディスク媒体上のＶＭＩチ
ェーンに記録する代わりに媒体以外の記憶装置に一時的
に記憶されるＥＯＶはシャドーＥＯＶと呼ばれる。
れ、受け機構１４Ｒが、マシン制御下にある限り、ディ
スク媒体は、図８及び図９に関して後述するような、密
閉環境中にあると考えることができる。個々の各再生装
置に、図９に示す手順を適用することができる。このよ
うな場合、ＥＯＶはＶＭＩチェーンに記録される代わり
に、図８の記憶装置９２のような永久記憶装置にＥＯＶ
が記憶される。この手順により、最大トークン値及びＥ
ＯＶ値をＶＭＩ連続チェーン中に記録しなければならな
い回数がさらに制限される。ディスク媒体上のＶＭＩチ
ェーンに記録する代わりに媒体以外の記憶装置に一時的
に記憶されるＥＯＶはシャドーＥＯＶと呼ばれる。
【００２９】後述の手順では、デマウント・コマンド発
行済または所定の他の何らかの時点（経過時間、割振り
数など）で、ファイル管理プログラム１１はアンブレラ
割振り域で行われた割振りを分析する。割振り状況の分
析で、アンブレラＥＯＶをより小さな値にできることが
示されることがある。この時点で、割り振られたすべて
のセクタまたは記憶域が満杯になる（最新の割振りにお
いて、割り振られておらず且つ記録されていない記憶域
やセクタはない）よう、実際に用いられるスペースの割
振りが進行している時、アンブレラＥＯＶと最大トーク
ン値を共に（異なる値でも同じ値であっても）減少させ
ることができ、許容最少ＥＯＶ値が現ＥＯＶ値よりも小
さくなるようにすることができる。以上数段の説明から
すぐに分かるように、本発明を実施する際、制御の多く
の変形が可能である。
行済または所定の他の何らかの時点（経過時間、割振り
数など）で、ファイル管理プログラム１１はアンブレラ
割振り域で行われた割振りを分析する。割振り状況の分
析で、アンブレラＥＯＶをより小さな値にできることが
示されることがある。この時点で、割り振られたすべて
のセクタまたは記憶域が満杯になる（最新の割振りにお
いて、割り振られておらず且つ記録されていない記憶域
やセクタはない）よう、実際に用いられるスペースの割
振りが進行している時、アンブレラＥＯＶと最大トーク
ン値を共に（異なる値でも同じ値であっても）減少させ
ることができ、許容最少ＥＯＶ値が現ＥＯＶ値よりも小
さくなるようにすることができる。以上数段の説明から
すぐに分かるように、本発明を実施する際、制御の多く
の変形が可能である。
【００３０】機械ステップ６５には、新しいＥＯＶ値が
生成されないことを示す機械ステップ６６から、機械ス
テップ６４から、あるいは機械ステップ６３から入る。
機械ステップ６５を実行する際、新しい最大トークン値
が必要な場合には、機械ステップ６７でファイル管理プ
ログラム１１が新しい最大トークン値を生成する。機械
ステップ６７は、図５の前記機械ステップ５５と同じで
ある。機械ステップ６５または６７から進んで、機械ス
テップ６８で、ファイル管理プログラム１１は、ＲＡＭ
１２を読み取って、図のマシン動作を通過する現在の経
路で、ＥＯＶ値または最大トークン値が更新されたかど
うかを判定する。ＥＯＶ値または最大トークン値が更新
された場合、機械ステップ６９で、ＶＭＩ連続チェーン
（図３）中の新しいエントリが作成され、その最初の空
白セクタに記録される。図３で、記憶域２８は、ＶＭＩ
連続チェーンの現最終記憶域であり、記憶域２８の次の
空白域である記憶域２９に記録される新しいＶＭＩエン
トリをもたらす。現ＶＭＩエントリの未変化の情報もす
べて記録される。
生成されないことを示す機械ステップ６６から、機械ス
テップ６４から、あるいは機械ステップ６３から入る。
機械ステップ６５を実行する際、新しい最大トークン値
が必要な場合には、機械ステップ６７でファイル管理プ
ログラム１１が新しい最大トークン値を生成する。機械
ステップ６７は、図５の前記機械ステップ５５と同じで
ある。機械ステップ６５または６７から進んで、機械ス
テップ６８で、ファイル管理プログラム１１は、ＲＡＭ
１２を読み取って、図のマシン動作を通過する現在の経
路で、ＥＯＶ値または最大トークン値が更新されたかど
うかを判定する。ＥＯＶ値または最大トークン値が更新
された場合、機械ステップ６９で、ＶＭＩ連続チェーン
（図３）中の新しいエントリが作成され、その最初の空
白セクタに記録される。図３で、記憶域２８は、ＶＭＩ
連続チェーンの現最終記憶域であり、記憶域２８の次の
空白域である記憶域２９に記録される新しいＶＭＩエン
トリをもたらす。現ＶＭＩエントリの未変化の情報もす
べて記録される。
【００３１】データを記録しようとする時は、機械ステ
ップ６８（ＥＯＶまたは最大トークンの更新なし）また
は機械ステップ６９から進んで、機械ステップ７０で、
データを記録する。このような記録動作は、ホスト・プ
ロセッサ１０で待ち行列に入れられていることがあり、
この説明の範囲を越える他の活動を必要とすることもあ
る。機械ステップ７０から、ファイル管理プログラム１
１及びホスト・プロセッサ１０の他のプログラムは他の
マシン動作に進む。
ップ６８（ＥＯＶまたは最大トークンの更新なし）また
は機械ステップ６９から進んで、機械ステップ７０で、
データを記録する。このような記録動作は、ホスト・プ
ロセッサ１０で待ち行列に入れられていることがあり、
この説明の範囲を越える他の活動を必要とすることもあ
る。機械ステップ７０から、ファイル管理プログラム１
１及びホスト・プロセッサ１０の他のプログラムは他の
マシン動作に進む。
【００３２】システムの考慮に基づき、ある種のシステ
ム状況の変更には未記録のＥＯＶ値や最大トークン値を
記録することが必要なことがある。ボリュームまたはデ
ィスクのデマウント・コマンドが与えられた場合、ファ
イル管理プログラム１１は、機械ステップ７５から機械
動作経路８０を経て機械ステップ８１に進む。機械ステ
ップ８１で、ファイル管理プログラム１１は、ＲＡＭ１
２の内容を調べることにより、新しいＶＭＩエントリが
必要かどうかを判定する。現在ＶＭＩ連続チェーンに記
憶されている値と異なる現ＥＯＶ値または現最大トーク
ン値をファイル管理プログラム１１中に有するだけでな
く、他の制御データが、新しいＶＭＩエントリを作成し
記録する必要を示すことがある。この場合、機械ステッ
プ６８以下を実行して、ＥＯＶまたは最大トークンの何
らかの未記録の更新済みデータを含めることができる。
記録する必要がない場合は、動作経路７１を介して他の
動作が実行される。注意する必要のある他のシステム状
況には、機械ステップ７６で検出される（たとえば、デ
マウントなしの）ディスク・セッション終了、または機
械ステップ７７で検出される別のシステム状況（本明細
書には記載せず）が含まれる。
ム状況の変更には未記録のＥＯＶ値や最大トークン値を
記録することが必要なことがある。ボリュームまたはデ
ィスクのデマウント・コマンドが与えられた場合、ファ
イル管理プログラム１１は、機械ステップ７５から機械
動作経路８０を経て機械ステップ８１に進む。機械ステ
ップ８１で、ファイル管理プログラム１１は、ＲＡＭ１
２の内容を調べることにより、新しいＶＭＩエントリが
必要かどうかを判定する。現在ＶＭＩ連続チェーンに記
憶されている値と異なる現ＥＯＶ値または現最大トーク
ン値をファイル管理プログラム１１中に有するだけでな
く、他の制御データが、新しいＶＭＩエントリを作成し
記録する必要を示すことがある。この場合、機械ステッ
プ６８以下を実行して、ＥＯＶまたは最大トークンの何
らかの未記録の更新済みデータを含めることができる。
記録する必要がない場合は、動作経路７１を介して他の
動作が実行される。注意する必要のある他のシステム状
況には、機械ステップ７６で検出される（たとえば、デ
マウントなしの）ディスク・セッション終了、または機
械ステップ７７で検出される別のシステム状況（本明細
書には記載せず）が含まれる。
【００３３】図７は、ディスク１５の初期設定を示す。
機械ステップ８０で、いわゆるスクラッチ・ディスク１
５が動作のために再生装置１４に装着され、通常の方法
で記録のために初期設定される。装着は手動でも自動で
もよい。機械ステップ８１で、ファイル管理プログラム
１１は、機械ステップ８０の初期設定の完了に応答し
て、たとえば５１２の初期最大トークン値を生成する。
ＥＯＶ値は、１またはその他の好ましくは正の整数値か
ら始まる。機械ステップ８２で、ディスク１５上に記録
するのに必要な初期制御チェーンを生成する。このよう
なチェーンは、図３のＶＭＩ連続チェーンの群２０の割
振りを含む。次いで、機械ステップ８３で、ファイル管
理プログラム１１は、これらの制御チェーン中の最後に
割り振られたアドレス可能データ記憶域を指す第１ＥＯ
Ｖ値を生成する。次いで、ファイル管理プログラム１１
は、初期最大トークン値及び初期ＥＯＶ値を群２０の第
１割振り域に記録する。
機械ステップ８０で、いわゆるスクラッチ・ディスク１
５が動作のために再生装置１４に装着され、通常の方法
で記録のために初期設定される。装着は手動でも自動で
もよい。機械ステップ８１で、ファイル管理プログラム
１１は、機械ステップ８０の初期設定の完了に応答し
て、たとえば５１２の初期最大トークン値を生成する。
ＥＯＶ値は、１またはその他の好ましくは正の整数値か
ら始まる。機械ステップ８２で、ディスク１５上に記録
するのに必要な初期制御チェーンを生成する。このよう
なチェーンは、図３のＶＭＩ連続チェーンの群２０の割
振りを含む。次いで、機械ステップ８３で、ファイル管
理プログラム１１は、これらの制御チェーン中の最後に
割り振られたアドレス可能データ記憶域を指す第１ＥＯ
Ｖ値を生成する。次いで、ファイル管理プログラム１１
は、初期最大トークン値及び初期ＥＯＶ値を群２０の第
１割振り域に記録する。
【００３４】図８及び図９は、密閉動作環境で、すなわ
ちディスク媒体が記録動作または再生動作のためにディ
スク再生装置に装着されていようと、あるいは記憶スロ
ットのライブラリ・アレイなど他の場所に格納されてい
ようと、連続的に自動機械制御下にある環境で、本発明
を用いる実施例を簡略化した形で示す。図１のホスト・
プロセッサ１０など１つまたは複数の使用装置９０がラ
イブラリ制御装置９１に接続されている。ライブラリ制
御装置９１は、図１の制御装置１３及びファイル管理プ
ログラム１１、あるいは所与のシステム設計に適するそ
の部分の代用となることができる。図の密閉環境は、制
御情報を記憶する磁気ディスク記憶装置９２（あるいは
その他の形式の保持性記憶装置）を有するライブラリ制
御装置９１を含むライブラリ・システムで実現される。
直線アレイ、管状アレイなどのディスク格納アレイ９３
が、複数のディスク媒体を多数のアドレス可能ディスク
格納区画またはスロットに格納する。自動ディスク・ア
クセス装置９４が、ディスク媒体を当該の区画に格納
し、当該の区画に格納されているディスク媒体を取り出
すため、アレイ９１の個々のディスク格納区画またはス
ロットにアドレス可能にアクセスする。周知のように、
ディスク・アクセス装置９４は適当なディスク媒体操作
装置を備えた一つまたは複数の走行エレベータを有す
る。ディスク・アクセス装置９４は、ライブラリ制御装
置９１のコマンドに応じて、それぞれが受け機構１４Ｒ
などのディスク受け機構を備えている複数のディスク再
生装置９５のうちアドレス指定された再生装置の間でデ
ィスク媒体を搬送する。このような搬送を３本線９６で
表す。線９７で示されているように、ディスク再生装置
９５はライブラリ制御装置９１によって制御される。当
技術分野で周知のように、線９７に含まれるデータ転送
もケーブルを介して行われる。上記の装置は、使用装置
９０によって指令され参照されるように、すべてのディ
スク媒体をライブラリ制御装置９１の制御下に保つ。デ
ィスク媒体は、出入口部９８を介して、制御可能にディ
スク・アレイ９３に入れ、そこから取り外される。出入
口部（ＩＯ）９８のマシン制御は、図９から明らかとな
ろう。ディスク・アクセス装置９４は、アレイ９１の１
つまたは複数のアドレス可能区画であるかのように、出
入口部９８にアクセスすることを理解されたい。出入口
部９８は、ディスク媒体を順次アレイ９１に入れるため
の一つの入口ポートと、ディスク媒体をアレイ９１から
取り外すための一つの出口ポートを有することができ
る。この入力及び取外しの機能を実行するためにいくつ
かのポートを設けることができる。出入口部９８は、手
動または自動でロードしアンロードすることができる。
ちディスク媒体が記録動作または再生動作のためにディ
スク再生装置に装着されていようと、あるいは記憶スロ
ットのライブラリ・アレイなど他の場所に格納されてい
ようと、連続的に自動機械制御下にある環境で、本発明
を用いる実施例を簡略化した形で示す。図１のホスト・
プロセッサ１０など１つまたは複数の使用装置９０がラ
イブラリ制御装置９１に接続されている。ライブラリ制
御装置９１は、図１の制御装置１３及びファイル管理プ
ログラム１１、あるいは所与のシステム設計に適するそ
の部分の代用となることができる。図の密閉環境は、制
御情報を記憶する磁気ディスク記憶装置９２（あるいは
その他の形式の保持性記憶装置）を有するライブラリ制
御装置９１を含むライブラリ・システムで実現される。
直線アレイ、管状アレイなどのディスク格納アレイ９３
が、複数のディスク媒体を多数のアドレス可能ディスク
格納区画またはスロットに格納する。自動ディスク・ア
クセス装置９４が、ディスク媒体を当該の区画に格納
し、当該の区画に格納されているディスク媒体を取り出
すため、アレイ９１の個々のディスク格納区画またはス
ロットにアドレス可能にアクセスする。周知のように、
ディスク・アクセス装置９４は適当なディスク媒体操作
装置を備えた一つまたは複数の走行エレベータを有す
る。ディスク・アクセス装置９４は、ライブラリ制御装
置９１のコマンドに応じて、それぞれが受け機構１４Ｒ
などのディスク受け機構を備えている複数のディスク再
生装置９５のうちアドレス指定された再生装置の間でデ
ィスク媒体を搬送する。このような搬送を３本線９６で
表す。線９７で示されているように、ディスク再生装置
９５はライブラリ制御装置９１によって制御される。当
技術分野で周知のように、線９７に含まれるデータ転送
もケーブルを介して行われる。上記の装置は、使用装置
９０によって指令され参照されるように、すべてのディ
スク媒体をライブラリ制御装置９１の制御下に保つ。デ
ィスク媒体は、出入口部９８を介して、制御可能にディ
スク・アレイ９３に入れ、そこから取り外される。出入
口部（ＩＯ）９８のマシン制御は、図９から明らかとな
ろう。ディスク・アクセス装置９４は、アレイ９１の１
つまたは複数のアドレス可能区画であるかのように、出
入口部９８にアクセスすることを理解されたい。出入口
部９８は、ディスク媒体を順次アレイ９１に入れるため
の一つの入口ポートと、ディスク媒体をアレイ９１から
取り外すための一つの出口ポートを有することができ
る。この入力及び取外しの機能を実行するためにいくつ
かのポートを設けることができる。出入口部９８は、手
動または自動でロードしアンロードすることができる。
【００３５】図９の、機械ステップ１００で、図８に示
したライブラリ・システムが、ライブラリ制御装置９１
の連続的制御下でアレイ９３に格納した、ライブラリ・
システムで使用する光ディスクを出入口部９８で受け取
る。出入口部９８は、受け取ったディスク媒体を検出し
指示するための適当な検知機構（図示せず）を有する。
ライブラリ制御装置９１は、このような指示に応答し
て、ディスク・アクチュエータ９４を始動させ、受け取
ったディスク媒体をアドレス指定された光ディスク再生
装置９５に搬送させる。この時点で、ライブラリ制御装
置９１は、入力ディスク媒体を保持するアドレスされた
ディスク再生装置９５を始動させて、そのＥＯＶを見つ
ける。スクラッチ・ディスクまたは未記録のディスク媒
体では、ライブラリ制御装置９１がスクラッチ・ディス
クの書式と、入力ディスク媒体上に記録されておらず、
シャドーＥＯＶとして入力ディスク媒体の内部表示と共
に永久記憶装置９２中に記録されている、初期ＥＯＶの
生成を指令する。このような初期ＥＯＶはいわゆるシャ
ドーＥＯＶとして記憶される。一部または全部記録済み
の入力ディスクでは、図４に関して述べたように、ＥＯ
Ｖは自動的に決定される。次いで、こうして決定された
ＥＯＶが、シャドーＥＯＶとして永久記憶装置９２に記
憶される。この時点で、最大トークン値は必ずしも処理
されていない。受け取ったディスク媒体の最大トークン
値がある場合は、それが読み取られ、シャドーＥＯＶの
横に記憶される。上記のように、記憶されているＥＯＶ
及び受け取ったディスク媒体に関するその他の情報への
アクセスは、ディスク媒体の内部表示による。このよう
な内部表示は、複数の形式のうちのいずれをとることも
できる。１例を挙げると、内部表示は、受け取ったディ
スク媒体を記憶するアレイ９３の区画のアドレスとする
ことができるが、閉鎖的環境では、アドレス可能なアレ
イ９３の任意の区画を使ってディスク媒体を格納するの
が容易になるように、受け取ったディスク媒体の通し番
号とすることもできる。
したライブラリ・システムが、ライブラリ制御装置９１
の連続的制御下でアレイ９３に格納した、ライブラリ・
システムで使用する光ディスクを出入口部９８で受け取
る。出入口部９８は、受け取ったディスク媒体を検出し
指示するための適当な検知機構（図示せず）を有する。
ライブラリ制御装置９１は、このような指示に応答し
て、ディスク・アクチュエータ９４を始動させ、受け取
ったディスク媒体をアドレス指定された光ディスク再生
装置９５に搬送させる。この時点で、ライブラリ制御装
置９１は、入力ディスク媒体を保持するアドレスされた
ディスク再生装置９５を始動させて、そのＥＯＶを見つ
ける。スクラッチ・ディスクまたは未記録のディスク媒
体では、ライブラリ制御装置９１がスクラッチ・ディス
クの書式と、入力ディスク媒体上に記録されておらず、
シャドーＥＯＶとして入力ディスク媒体の内部表示と共
に永久記憶装置９２中に記録されている、初期ＥＯＶの
生成を指令する。このような初期ＥＯＶはいわゆるシャ
ドーＥＯＶとして記憶される。一部または全部記録済み
の入力ディスクでは、図４に関して述べたように、ＥＯ
Ｖは自動的に決定される。次いで、こうして決定された
ＥＯＶが、シャドーＥＯＶとして永久記憶装置９２に記
憶される。この時点で、最大トークン値は必ずしも処理
されていない。受け取ったディスク媒体の最大トークン
値がある場合は、それが読み取られ、シャドーＥＯＶの
横に記憶される。上記のように、記憶されているＥＯＶ
及び受け取ったディスク媒体に関するその他の情報への
アクセスは、ディスク媒体の内部表示による。このよう
な内部表示は、複数の形式のうちのいずれをとることも
できる。１例を挙げると、内部表示は、受け取ったディ
スク媒体を記憶するアレイ９３の区画のアドレスとする
ことができるが、閉鎖的環境では、アドレス可能なアレ
イ９３の任意の区画を使ってディスク媒体を格納するの
が容易になるように、受け取ったディスク媒体の通し番
号とすることもできる。
【００３６】図９の機械ステップ１０２は、受け取った
ディスク媒体がライブラリ・システムすなわち密閉鎖環
境にある間に、この媒体上で複数の動作が実行され得る
ことを示している。ライブラリ・システム内の任意のデ
ィスク媒体に対して新しいＥＯＶが生成されるたびに、
シャドーＥＯＶが記憶装置９２に永久記憶されているシ
ャドーＥＯＶの最新値で更新される。ディスク媒体のこ
うした常駐中、ライブラリ・システムによって制御され
るすべてのディスク媒体の最大トークン値は、このよう
なディスク媒体の任意のＶＭＩチェーン中で変更され
る。
ディスク媒体がライブラリ・システムすなわち密閉鎖環
境にある間に、この媒体上で複数の動作が実行され得る
ことを示している。ライブラリ・システム内の任意のデ
ィスク媒体に対して新しいＥＯＶが生成されるたびに、
シャドーＥＯＶが記憶装置９２に永久記憶されているシ
ャドーＥＯＶの最新値で更新される。ディスク媒体のこ
うした常駐中、ライブラリ・システムによって制御され
るすべてのディスク媒体の最大トークン値は、このよう
なディスク媒体の任意のＶＭＩチェーン中で変更され
る。
【００３７】ライブラリ・システムによって制御される
ディスク媒体のいくつかを搬出したり取り外したりする
ことが望まれる時がある。ライブラリ制御装置９１は、
使用装置９０の一つから、所与のディスク媒体を取り外
すコマンドを受け取る。あるいは有意なまたは使用可能
な記録スペースがどのディスク媒体にまだあるかどうか
を確認するために現シャドーＥＯＶ値をしきい値と突き
合わせる、評価プログラムをライブラリ制御装置９１が
もっていることがある。ＬＲＵ制御を使って、ライブラ
リ・システムから搬出するディスク媒体を選択すること
ができる。いずれの場合にも、機械ステップ１０４で、
ライブラリ制御装置９１はディスク媒体を搬出する準備
をする。機械ステップ１０５で、最大トークン値が、現
シャドー・トークン値よりも大きな値“ｎ”（ｎは整
数）として生成される。搬出しようとするディスク媒体
のボリューム容量が満杯になっている場合は、最大トー
クン値を媒体容量に設定し、ＥＯＶを最大トークン値に
設定してディスク媒体が満杯であることを示す。次い
で、ライブラリ制御装置９１が、最大トークン値を、図
３に示すような他の制御情報とともに、搬出しようとす
るディスク媒体のＶＭＩ連続チェーンに記録する。ＶＭ
Ｉチェーンの更新を首尾よく完了すると、機械ステップ
１０７で、ディスク媒体が出入口部９８を介してライブ
ラリ・システムから物理的に搬出されまたは取り外され
る。次いで、ライブラリ制御装置９１は永久記憶装置９
２を、このような搬出を反映するように更新する。この
ような制御データを、通常通りで、関係する使用装置９
０に報告することもできる。
ディスク媒体のいくつかを搬出したり取り外したりする
ことが望まれる時がある。ライブラリ制御装置９１は、
使用装置９０の一つから、所与のディスク媒体を取り外
すコマンドを受け取る。あるいは有意なまたは使用可能
な記録スペースがどのディスク媒体にまだあるかどうか
を確認するために現シャドーＥＯＶ値をしきい値と突き
合わせる、評価プログラムをライブラリ制御装置９１が
もっていることがある。ＬＲＵ制御を使って、ライブラ
リ・システムから搬出するディスク媒体を選択すること
ができる。いずれの場合にも、機械ステップ１０４で、
ライブラリ制御装置９１はディスク媒体を搬出する準備
をする。機械ステップ１０５で、最大トークン値が、現
シャドー・トークン値よりも大きな値“ｎ”（ｎは整
数）として生成される。搬出しようとするディスク媒体
のボリューム容量が満杯になっている場合は、最大トー
クン値を媒体容量に設定し、ＥＯＶを最大トークン値に
設定してディスク媒体が満杯であることを示す。次い
で、ライブラリ制御装置９１が、最大トークン値を、図
３に示すような他の制御情報とともに、搬出しようとす
るディスク媒体のＶＭＩ連続チェーンに記録する。ＶＭ
Ｉチェーンの更新を首尾よく完了すると、機械ステップ
１０７で、ディスク媒体が出入口部９８を介してライブ
ラリ・システムから物理的に搬出されまたは取り外され
る。次いで、ライブラリ制御装置９１は永久記憶装置９
２を、このような搬出を反映するように更新する。この
ような制御データを、通常通りで、関係する使用装置９
０に報告することもできる。
【００３８】
【発明の効果】制御情報の記録のためのアドレス可能域
の数や、制御情報の記録回数を少なくすることができ
る。又、ＥＯＶを容易に見つけることができ、ひいて
は、アドレス可能域に対するアクセスを容易にすること
ができる。
の数や、制御情報の記録回数を少なくすることができ
る。又、ＥＯＶを容易に見つけることができ、ひいて
は、アドレス可能域に対するアクセスを容易にすること
ができる。
【図１】本発明が有利に適用される、データ記憶システ
ムの簡略化した構成図である。
ムの簡略化した構成図である。
【図２】図１のシステムで使用可能な追記型光ディスク
の平面図である。
の平面図である。
【図３】図２のディスク上に記憶される、連続チェーン
の概略図である。
の概略図である。
【図４】図１のシステムにおける本発明の実施を示すマ
シン動作図である。
シン動作図である。
【図５】図１のシステムにおける本発明の実施を示すマ
シン動作図である。
シン動作図である。
【図６】図１のシステムにおける本発明の実施を示すマ
シン動作図である。
シン動作図である。
【図７】図１のシステムにおける本発明の実施を示すマ
シン動作図である。
シン動作図である。
【図８】光ディスク・ライブラリ・システムなどの制御
された環境での、本発明の実施を示す簡略化した図であ
る。
された環境での、本発明の実施を示す簡略化した図であ
る。
【図９】光ディスク・ライブラリ・システムなどの制御
された環境での、本発明の実施を示す簡略化した図であ
る。
された環境での、本発明の実施を示す簡略化した図であ
る。
１０ ホスト・プロセッサ １１ ファイル処理プログラム １２ 主記憶装置（ＲＡＭ） １３ 周辺制御装置 １４ 記録再生装置 １５ ディスク １６ トラック １７ トラック １８ トラック ２３ アドレス可能データ記憶域
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ラリー・ウェイン・ローン アメリカ合衆国55901、ミネソタ州ロチェ スター、11 １／２アベニュー、ノース・ ウエスト 3117番地 (72)発明者 ランディー・キース・ロルフ アメリカ合衆国55901、ミネソタ州ロチェ スター、エイティーンス・アベニュー・ノ ース・ウエスト 3955番地
Claims (5)
- 【請求項１】複数のアドレス可能データ記憶域及び該ア
ドレス可能データ記憶域をアドレスするためのアドレス
手段を有するデータ記憶媒体の状態を記録する機械実行
方法において、記録すべき順次のファイルの各々に対し
て前記データ記憶域の部分を順次割り振り、割り振られ
たデータ記憶域部分の終端アドレスに関連するボリュー
ムの終わり（ＥＯＶ）ポインタを順次に発生する機械実
効ステップと、前記割り振りを行うデータ記憶域範囲の
終端のアドレスを表す最大値ファイル指示トークンを自
動的に確立し、該最大値ファイル指示トークンを前記デ
ータ記憶媒体上で前記ファイルの連続チェーンとは別の
連続チェーン（ＶＭＩ）に記録する機械実行ステップ
と、順次発生される前記ＥＯＶポインタを前記最大値フ
ァイル指示トークンと自動的に比較し、前記発生された
ＥＯＶポインタ値が前記最大値ファイル指示トークン値
よりも大きい場合には、所定値だけ大きな値をもつ新し
い最大値ファイル指示トークンを確立し、新しい最大値
ファイル指示トークンを前記データ記憶媒体上で前記連
続チェーンＶＭＩに記録する機械実行ステップと順次発
生される前記ＥＯＶポインタを前記連続チェーンＶＭＩ
における最新の前記最大値ファイル指示トークンと共に
記録する機械実行ステップと、を含む、データ記憶媒体
の状況を記録する機械実施方法。 - 【請求項２】複数のアドレス可能データ記憶域及び該ア
ドレス可能データ記憶域をアドレスするためのアドレス
手段を有するデータ記憶媒体の状態を記録する機械実行
方法において、記録すべき順次のファイルの各々に対し
て前記データ記憶域の部分を順次割り振り、割り振られ
たデータ記憶域部分の終端アドレスに関連するボリュー
ムの終わり（ＥＯＶ）ポインタを順次に発生する機械実
効ステップと、前記割り振りを行うデータ記憶域範囲の
終端のアドレスを表す最大値ファイル指示トークンを自
動的に確立し、該最大値ファイル指示トークンを前記デ
ータ記憶媒体上で前記ファイルの連続チェーンとは別の
連続チェーン（ＶＭＩ）に記録する機械実行ステップ
と、順次発生される前記ＥＯＶポインタを前記最大値フ
ァイル指示トークンと自動的に比較し、前記発生された
ＥＯＶポインタ値が前記最大値ファイル指示トークン値
よりも大きい場合には、所定値だけ大きな値をもつ新し
い最大値ファイル指示トークンを確立し、新しい最大値
ファイル指示トークンを前記データ記憶媒体上で前記連
続チェーンＶＭＩに記録する機械実行ステップと一連の
割り振りにおいて順次発生される前記ＥＯＶポインタの
最後のＥＯＶポインタを前記連続チェーンＶＭＩにおけ
る最新の前記最大値ファイル指示トークンと共に記録す
る機械実行ステップと、を含む、データ記憶媒体の状況
を記録する機械実施方法。 - 【請求項３】一連の割り振りにおいて順次発生される前
記ＥＯＶポインタを前記記憶媒体とは別の記憶装置に記
憶し、一連の割り振りにおいて順次発生される前記ＥＯ
Ｖポインタの最後のＥＯＶポインタだけを前記連続チェ
ーンＶＭＩにおける最新の前記最大値ファイル指示トー
クンと共に記録する機械実行ステップと、を含む請求項
１記載のデータ記憶媒体の状況を記録する機械実施方
法。 - 【請求項４】前記連続チェーンＶＭＩを記録したデータ
記憶媒体を読み取り、前記連続チェーンＶＭＩに最後に
記録された最大値ファイル指示トークンと共に記録され
たＥＯＶポインタを検索する機械実行ステップと、検索
されたＥＯＶポインタより所定値大であるＥＯＶポイン
タを新たなファイルのために発生してこの発生されたＥ
ＯＶポインタで以て検索されたＥＯＶポインタを更新す
る機械実行ステップと、を含む請求項１、２または３記
載のデータ記憶媒体の状況を記録する機械実施方法。 - 【請求項５】複数のアドレス可能データ記憶域及び該ア
ドレス可能データ記憶域をアドレスするためのアドレス
手段を有するデータ記憶装置において、記録すべき順次
のファイルの各々に対して前記データ記憶域の部分を順
次割り振り、割り振られたデータ記憶域部分の終端アド
レスに関連するボリュームの終わり（ＥＯＶ）ポインタ
を順次に発生する割り振り手段と、前記割り振りを行う
データ記憶域範囲の終端のアドレスを表す最大値ファイ
ル指示トークンを自動的に確立し、該最大値ファイル指
示トークンを前記データ記憶媒体上で前記ファイルの連
続チェーンとは別の連続チェーン（ＶＭＩ）に記録する
最大値ファイル指示トークン記録手段と、順次発生され
る前記ＥＯＶポインタを前記最大値ファイル指示トーク
ンと自動的に比較し、前記発生されたＥＯＶポインタ値
が前記最大値ファイル指示トークン値よりも大きい場合
には、所定値だけ大きな値をもつ新しい最大値ファイル
指示トークンを確立し、新しい最大値ファイル指示トー
クンを前記データ記憶媒体上で前記連続チェーンＶＭＩ
に記録する最大値ファイル指示トークン更新手段と、順
次発生される前記ＥＯＶポインタを前記連続チェーンＶ
ＭＩにおける最新の前記最大値ファイル指示トークンと
共に記録するＥＯＶポインタ記録手段と、を含む、デー
タ記憶装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US689584 | 1991-04-23 | ||
| US07/689,584 US5347651A (en) | 1991-04-23 | 1991-04-23 | System for allocating worm optical medium file storage in groups of fixed size addressable areas while tracking unrecorded areas and end of volume |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0683543A JPH0683543A (ja) | 1994-03-25 |
| JPH0727437B2 true JPH0727437B2 (ja) | 1995-03-29 |
Family
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Family Applications (1)
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| JP (1) | JPH0727437B2 (ja) |
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-
1992
- 1992-03-11 JP JP4052143A patent/JPH0727437B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1992-04-21 EP EP92303537A patent/EP0510909A2/en not_active Withdrawn
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