JP2000057039A - アクセス制御方法及び装置及びファイルシステム及び情報処理装置 - Google Patents
アクセス制御方法及び装置及びファイルシステム及び情報処理装置Info
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- G—PHYSICS
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
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- G06F12/023—Free address space management
- G06F12/0238—Memory management in non-volatile memory, e.g. resistive RAM or ferroelectric memory
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Abstract
(57)【要約】
【課題】アドレスによるアクセスが可能な記憶媒体に対
してブロック単位のアクセスを行うファイルシステムに
おいて、データの読み出し時には該記憶媒体から直接ユ
ーザプログラムのメモリ領域へデータ転送することを可
能とする。 【解決手段】ファイル管理部３及びバッファキャッシュ
管理部４は、ユーザプログラム１より指示されるアクセ
ス要求に基づいてＦｌａｓｈＲＯＭ７にブロック単位の
アクセスを行うためのアクセス情報を生成する。ここ
で、アクセス要求がデータの読み出し要求であった場
合、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６は、アクセス情報
によって指定されるブロックに基づいて、ＦｌａｓｈＲ
ＯＭ７へのアクセスアドレスを算出し、算出されたアク
セスアドレスでＦｌａｓｈＲＯＭ７からデータを読み出
す。そして、バッファキャッシュ管理部４は、得られた
データを前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域へ
直接に転送する。
してブロック単位のアクセスを行うファイルシステムに
おいて、データの読み出し時には該記憶媒体から直接ユ
ーザプログラムのメモリ領域へデータ転送することを可
能とする。 【解決手段】ファイル管理部３及びバッファキャッシュ
管理部４は、ユーザプログラム１より指示されるアクセ
ス要求に基づいてＦｌａｓｈＲＯＭ７にブロック単位の
アクセスを行うためのアクセス情報を生成する。ここ
で、アクセス要求がデータの読み出し要求であった場
合、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６は、アクセス情報
によって指定されるブロックに基づいて、ＦｌａｓｈＲ
ＯＭ７へのアクセスアドレスを算出し、算出されたアク
セスアドレスでＦｌａｓｈＲＯＭ７からデータを読み出
す。そして、バッファキャッシュ管理部４は、得られた
データを前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域へ
直接に転送する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はアクセス制御方法及
び装置及びファイルシステム及び情報処理装置に関す
る。更に詳しくは、ＦｌａｓｈＲＯＭをデータ格納領域
として用いるのに好適なアクセス制御方法及び装置、該
アクセス制御方法実行するファイルシステム及び情報処
理装置に関するものである。
び装置及びファイルシステム及び情報処理装置に関す
る。更に詳しくは、ＦｌａｓｈＲＯＭをデータ格納領域
として用いるのに好適なアクセス制御方法及び装置、該
アクセス制御方法実行するファイルシステム及び情報処
理装置に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】一般に、ファイルシステムにおいては、
フロッピーディスク装置やハードディスク装置などの二
次記憶装置をデータ格納領域として用いる。また、これ
らの二次記憶装置としては、５１２バイトまたは１０２
４バイトといったブロック単位でランダムアクセス可能
なものが一般的である。
フロッピーディスク装置やハードディスク装置などの二
次記憶装置をデータ格納領域として用いる。また、これ
らの二次記憶装置としては、５１２バイトまたは１０２
４バイトといったブロック単位でランダムアクセス可能
なものが一般的である。
【０００３】これら二次記憶装置は、アクセス速度が遅
い、またブロック単位でのアクセスしかできないといっ
た特性がある。そのため、そのような二次記憶装置を利
用するファイルシステムでは、ＲＡＭなどのメモリ上に
バッファキャッシュを用意し、実際の二次記憶装置への
アクセス頻度を抑えることでパフォーマンスの向上を図
るとともに、ファイルシステム利用者（ユーザプログラ
ム）がブロック単位ではない自由な単位でのアクセスを
行えるようにしている。
い、またブロック単位でのアクセスしかできないといっ
た特性がある。そのため、そのような二次記憶装置を利
用するファイルシステムでは、ＲＡＭなどのメモリ上に
バッファキャッシュを用意し、実際の二次記憶装置への
アクセス頻度を抑えることでパフォーマンスの向上を図
るとともに、ファイルシステム利用者（ユーザプログラ
ム）がブロック単位ではない自由な単位でのアクセスを
行えるようにしている。
【０００４】一方、近年では、ファイルシステムのデー
タ格納領域に、上記の二次記憶装置の代わりに、Ｆｌａ
ｓｈＲＯＭを利用することも行われてきている。この場
合、ＦｌａｓｈＲＯＭをブロック単位でランダムリード
／ライト可能にする特殊なソフトウェアドライバ（これ
をＦｌａｓｈディスクドライバと呼ぶことにする）を用
意し、上記の二次記憶装置（フロッピーディスク装置や
ハードディスク装置）とまったく同様のインタフェース
でのアクセス可能としている。このためＦｌａｓｈディ
スクドライバを利用するファイルシステムにおいても、
従来のフロッピーディスク装置やハードディスク装置を
データ格納領域としてきたファイルシステムがそのまま
の形態で利用されているのが一般的である。
タ格納領域に、上記の二次記憶装置の代わりに、Ｆｌａ
ｓｈＲＯＭを利用することも行われてきている。この場
合、ＦｌａｓｈＲＯＭをブロック単位でランダムリード
／ライト可能にする特殊なソフトウェアドライバ（これ
をＦｌａｓｈディスクドライバと呼ぶことにする）を用
意し、上記の二次記憶装置（フロッピーディスク装置や
ハードディスク装置）とまったく同様のインタフェース
でのアクセス可能としている。このためＦｌａｓｈディ
スクドライバを利用するファイルシステムにおいても、
従来のフロッピーディスク装置やハードディスク装置を
データ格納領域としてきたファイルシステムがそのまま
の形態で利用されているのが一般的である。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、Ｆｌａ
ｓｈＲＯＭをデータ格納領域とするファイルシステム
を、従来のバッファキャッシュを用いるファイルシステ
ムで実現すると、ＦｌａｓｈＲＯＭの特性を活かすこと
が難しく、いくつかの問題点が生じている。
ｓｈＲＯＭをデータ格納領域とするファイルシステム
を、従来のバッファキャッシュを用いるファイルシステ
ムで実現すると、ＦｌａｓｈＲＯＭの特性を活かすこと
が難しく、いくつかの問題点が生じている。
【０００６】ＦｌａｓｈＲＯＭは、一般にライト動作に
は特殊なコマンドシーケンスを必要とするものの、リー
ド動作は通常のメモリと同様に直接アクセスが可能であ
る。またリードアクセス速度もＲＡＭよりは遅いもの
の、ディスク装置に比べれば遙かに高速である。
は特殊なコマンドシーケンスを必要とするものの、リー
ド動作は通常のメモリと同様に直接アクセスが可能であ
る。またリードアクセス速度もＲＡＭよりは遅いもの
の、ディスク装置に比べれば遙かに高速である。
【０００７】このような特性にもかかわらず、従来のフ
ァイルシステムでは、ファイルシステム利用者（ユーザ
プログラム）がたとえリード処理しか行なわない場合で
も、まずはブロック単位でバッファキャッシュにデータ
を読み出し、そこから利用者のメモリ領域にコピーする
という手順がとられることになる。このため、以下のよ
うな問題が生じる。
ァイルシステムでは、ファイルシステム利用者（ユーザ
プログラム）がたとえリード処理しか行なわない場合で
も、まずはブロック単位でバッファキャッシュにデータ
を読み出し、そこから利用者のメモリ領域にコピーする
という手順がとられることになる。このため、以下のよ
うな問題が生じる。
【０００８】（１）リード動作において、ＦｌａｓｈＲ
ＯＭから利用者のメモリ領域に直接コピーが可能である
にもかかわらず、バッファキャッシュへの無駄なコピー
が介在する。従って、リード動作に不要な処理時間が加
わることになる。
ＯＭから利用者のメモリ領域に直接コピーが可能である
にもかかわらず、バッファキャッシュへの無駄なコピー
が介在する。従って、リード動作に不要な処理時間が加
わることになる。
【０００９】（２）リード処理しか行なっていないブロ
ックに対してもバッファキャッシュを割り当ててしま
う。すなわち、リード動作に不要なバッファキャッシュ
の割当てが行われてしまい、メモリの利用効率が低下す
る。この結果、ライト処理用に必要となるバッファキャ
ッシュ領域など他のメモリ領域への圧迫も生じる。
ックに対してもバッファキャッシュを割り当ててしま
う。すなわち、リード動作に不要なバッファキャッシュ
の割当てが行われてしまい、メモリの利用効率が低下す
る。この結果、ライト処理用に必要となるバッファキャ
ッシュ領域など他のメモリ領域への圧迫も生じる。
【００１０】本発明は上記の問題に鑑みてなされたもの
であり、その目的とするところは、アドレスによるアク
セスが可能な記憶媒体に対してブロック単位のアクセス
を行うファイルシステムにおいて、データの読み出し時
には該記憶媒体から直接ユーザプログラムのメモリ領域
へデータ転送可能とすることにある。
であり、その目的とするところは、アドレスによるアク
セスが可能な記憶媒体に対してブロック単位のアクセス
を行うファイルシステムにおいて、データの読み出し時
には該記憶媒体から直接ユーザプログラムのメモリ領域
へデータ転送可能とすることにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めの本発明の一態様によるアクセス制御方法は、たとえ
ば以下の工程を備える。すなわち、アドレス単位でのア
クセスが可能な記憶媒体のためのアクセス制御方法であ
って、ユーザプログラムより指示されるアクセス要求に
基づいて前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行う
ためのブロックアクセス情報を生成する生成工程と、前
記アクセス要求がデータ読み出し要求であった場合、前
記ブロックアクセス情報で指定されるアクセス先のブロ
ックに基づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレスを
算出する算出工程と、前記算出工程で算出されたアクセ
スアドレスでもって前記記憶媒体をアクセスし、得られ
たデータを前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域
へ転送する転送工程とを備える。
めの本発明の一態様によるアクセス制御方法は、たとえ
ば以下の工程を備える。すなわち、アドレス単位でのア
クセスが可能な記憶媒体のためのアクセス制御方法であ
って、ユーザプログラムより指示されるアクセス要求に
基づいて前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行う
ためのブロックアクセス情報を生成する生成工程と、前
記アクセス要求がデータ読み出し要求であった場合、前
記ブロックアクセス情報で指定されるアクセス先のブロ
ックに基づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレスを
算出する算出工程と、前記算出工程で算出されたアクセ
スアドレスでもって前記記憶媒体をアクセスし、得られ
たデータを前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域
へ転送する転送工程とを備える。
【００１２】また、上記の目的を達成するための本発明
の他の態様によるアクセス制御装置は、たとえば以下の
構成を備える。すなわち、アドレス単位でのアクセスが
可能な記憶媒体のためのアクセス制御装置であって、ユ
ーザプログラムより指示されるアクセス要求に基づいて
前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行うためのブ
ロックアクセス情報を生成する生成手段と、前記アクセ
ス要求がデータ読み出し要求であった場合、前記ブロッ
クアクセス情報で指定されるアクセス先のブロックに基
づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレスを算出する
算出手段と、前記算出手段で算出されたアクセスアドレ
スでもって前記記憶媒体をアクセスし、得られたデータ
を前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域へ転送す
る転送手段とを備える。
の他の態様によるアクセス制御装置は、たとえば以下の
構成を備える。すなわち、アドレス単位でのアクセスが
可能な記憶媒体のためのアクセス制御装置であって、ユ
ーザプログラムより指示されるアクセス要求に基づいて
前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行うためのブ
ロックアクセス情報を生成する生成手段と、前記アクセ
ス要求がデータ読み出し要求であった場合、前記ブロッ
クアクセス情報で指定されるアクセス先のブロックに基
づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレスを算出する
算出手段と、前記算出手段で算出されたアクセスアドレ
スでもって前記記憶媒体をアクセスし、得られたデータ
を前記ユーザプログラムの管理するメモリ領域へ転送す
る転送手段とを備える。
【００１３】
【発明の実施の形態】以下、添付図面にしたがって本発
明に係る実施形態を詳細に説明する。
明に係る実施形態を詳細に説明する。
【００１４】図１は本実施形態によるファイルシステム
の概念図である。図１において、１はファイルシステム
を利用するユーザプログラム、２はファイルシステムを
実現するファイルシステムプログラムである。
の概念図である。図１において、１はファイルシステム
を利用するユーザプログラム、２はファイルシステムを
実現するファイルシステムプログラムである。
【００１５】３はユーザプログラム１からの要求を受付
け、ファイル名などで指定されたファイルをオープン、
クローズする処理、新規ファイルの作成／既存ファイル
の削除処理、ファイル上のどの位置からリード／ライト
するかを示すファイルポインタの管理、ディレクトリ構
造の管理、などを行なうファイル管理部である。なお、
ファイル管理部３に関しては、ツリー構造のディレクト
リであっても単一ディレクトリ構造であっても構わな
い。また、空き領域をリストで管理してもビットマップ
で管理しても構わない。また、ファイルをＭＳ−ＤＯＳ
の用にファイル割り当てテーブル（ＦＡＴ:File Alloca
tion Table）で管理してもＵＮＸＩのようにｉノードで
管理しても構わない。これらファイル管理の細かい実現
方法は本発明を制限するものではない。なお、ｉノード
やＦＡＴはディスクブロックに書き込まれるものであ
り、本実施形態ではＦｌａｓｈＲＯＭに書き込まれる。
け、ファイル名などで指定されたファイルをオープン、
クローズする処理、新規ファイルの作成／既存ファイル
の削除処理、ファイル上のどの位置からリード／ライト
するかを示すファイルポインタの管理、ディレクトリ構
造の管理、などを行なうファイル管理部である。なお、
ファイル管理部３に関しては、ツリー構造のディレクト
リであっても単一ディレクトリ構造であっても構わな
い。また、空き領域をリストで管理してもビットマップ
で管理しても構わない。また、ファイルをＭＳ−ＤＯＳ
の用にファイル割り当てテーブル（ＦＡＴ:File Alloca
tion Table）で管理してもＵＮＸＩのようにｉノードで
管理しても構わない。これらファイル管理の細かい実現
方法は本発明を制限するものではない。なお、ｉノード
やＦＡＴはディスクブロックに書き込まれるものであ
り、本実施形態ではＦｌａｓｈＲＯＭに書き込まれる。
【００１６】４はバッファキャッシュ管理部、５はバッ
ファキャッシュ管理部４により管理されるバッファキャ
ッシュである。バッファキャッシュ管理部４は、データ
格納領域となるＦｌａｓｈＲＯＭへのリード／ライトア
クセスを、必要に応じてバッファキャッシュ５を介して
行なうように処理する。６はデータ格納領域となるＦｌ
ａｓｈＲＯＭを、フロッピーディスクやハードディスク
のような二次記憶装置のように、５１２バイト、１０２
４バイトといったブロック単位でランダムリード／ライ
ト処理を可能とするＦｌａｓｈディスクドライバ部であ
る。７は当該ファイルシステムのデータ格納領域となる
ＦｌａｓｈＲＯＭである。
ファキャッシュ管理部４により管理されるバッファキャ
ッシュである。バッファキャッシュ管理部４は、データ
格納領域となるＦｌａｓｈＲＯＭへのリード／ライトア
クセスを、必要に応じてバッファキャッシュ５を介して
行なうように処理する。６はデータ格納領域となるＦｌ
ａｓｈＲＯＭを、フロッピーディスクやハードディスク
のような二次記憶装置のように、５１２バイト、１０２
４バイトといったブロック単位でランダムリード／ライ
ト処理を可能とするＦｌａｓｈディスクドライバ部であ
る。７は当該ファイルシステムのデータ格納領域となる
ＦｌａｓｈＲＯＭである。
【００１７】図２は上述の機能構成を実現するための概
略のハード構成を示すブロック図である。図２におい
て、１０１はＣＰＵであり、上述のユーザプログラム１
やファイルシステムプログラム２を実行する。１０２は
ＲＡＭであり、上述のユーザプログラム１やファイルシ
ステムプログラム２のプログラムコードを格納するほ
か、上述のバッファキャッシュ５としての領域を提供す
る。７はデータ格納領域となるＦｌａｓｈＲＯＭであ
り、ＲＡＭ１０２と同様に通常のメモリ空間（ＣＰＵ１
０１によって直接的にアクセスが可能なメモリ空間）に
マップされている。１０３はＣＰＵ１０１、Ｆｌａｓｈ
ＲＯＭ７、ＲＡＭ１０２を接続するシステムバスであ
る。
略のハード構成を示すブロック図である。図２におい
て、１０１はＣＰＵであり、上述のユーザプログラム１
やファイルシステムプログラム２を実行する。１０２は
ＲＡＭであり、上述のユーザプログラム１やファイルシ
ステムプログラム２のプログラムコードを格納するほ
か、上述のバッファキャッシュ５としての領域を提供す
る。７はデータ格納領域となるＦｌａｓｈＲＯＭであ
り、ＲＡＭ１０２と同様に通常のメモリ空間（ＣＰＵ１
０１によって直接的にアクセスが可能なメモリ空間）に
マップされている。１０３はＣＰＵ１０１、Ｆｌａｓｈ
ＲＯＭ７、ＲＡＭ１０２を接続するシステムバスであ
る。
【００１８】ＦｌａｓｈＲＯＭ７は一般的に次のような
特徴を持つ。リード動作においては通常のＲＡＭと同様
に直接アクセスすることが可能である。ライト動作にお
いては一度イレースしてからでないと行なえない。ま
た、ＲＡＭのようにＣＰＵが直接ライトできるわけでは
なく、特殊なコマンド列をＦｌａｓｈＲＯＭ７に発行す
る形で行なう。また一度書き込んだ場所に上書きする場
合にも一度イレースしなければならない。またイレース
は６４Ｋバイトといった単位（この単位をユニットと呼
ぶことにする）でしか行なうことができない。そしてイ
レース回数が１０万回程度までしか保証されていない。
特徴を持つ。リード動作においては通常のＲＡＭと同様
に直接アクセスすることが可能である。ライト動作にお
いては一度イレースしてからでないと行なえない。ま
た、ＲＡＭのようにＣＰＵが直接ライトできるわけでは
なく、特殊なコマンド列をＦｌａｓｈＲＯＭ７に発行す
る形で行なう。また一度書き込んだ場所に上書きする場
合にも一度イレースしなければならない。またイレース
は６４Ｋバイトといった単位（この単位をユニットと呼
ぶことにする）でしか行なうことができない。そしてイ
レース回数が１０万回程度までしか保証されていない。
【００１９】上記のような特徴を持つＦｌａｓｈＲＯＭ
７をディスク装置のように扱えるようにするＦｌａｓｈ
ディスクドライバ部６は以下のような処理を行なう。
７をディスク装置のように扱えるようにするＦｌａｓｈ
ディスクドライバ部６は以下のような処理を行なう。
【００２０】図３は本実施形態によるＦｌａｓｈＲＯＭ
の管理単位を説明する図である。一般に、ディスク装置
は５１２バイト、１０２４バイトといったブロック単位
で扱われる。したがって、ＦｌａｓｈＲＯＭ７も図３に
示すように、各ユニットをブロック単位（本例では５１
２バイト）に分割して、それぞれに実ブロック番号を割
り当てて管理する。
の管理単位を説明する図である。一般に、ディスク装置
は５１２バイト、１０２４バイトといったブロック単位
で扱われる。したがって、ＦｌａｓｈＲＯＭ７も図３に
示すように、各ユニットをブロック単位（本例では５１
２バイト）に分割して、それぞれに実ブロック番号を割
り当てて管理する。
【００２１】このような管理を実現するために、仮想ブ
ロック番号と実ブロック番号をマッピングするマッピン
グテーブルを用意する。図４は本実施形態におけるマッ
ピングテーブルの一例を示す図である。２０１はマッピ
ングテーブルであり、仮想ブロック番号と実ブロック番
号を対にして格納する。Ｆｌａｓｈディスクドライバ部
６の利用者（ここでは、バッファキャッシュ管理部４）
は、仮想ブロック番号を指定することで仮想的なディス
ク装置を扱うことになる。
ロック番号と実ブロック番号をマッピングするマッピン
グテーブルを用意する。図４は本実施形態におけるマッ
ピングテーブルの一例を示す図である。２０１はマッピ
ングテーブルであり、仮想ブロック番号と実ブロック番
号を対にして格納する。Ｆｌａｓｈディスクドライバ部
６の利用者（ここでは、バッファキャッシュ管理部４）
は、仮想ブロック番号を指定することで仮想的なディス
ク装置を扱うことになる。
【００２２】更に、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６
は、実ブロック及びユニットを管理するためにユニット
管理テーブルを備える。図５は本実施形態におけるＦｌ
ａｓｈＲＯＭ管理のためのユニット管理テーブルの例を
示す図である。ユニット管理テーブル２０２は、Ｆｌａ
ｓｈＲＯＭ７上の各ユニット毎に、ユニットの状態（イ
レース回数）、またそれに含まれる各実ブロックのデー
タ書き込み状態を記録したものである。なお、実ブロッ
クのデータ書込み状態に関しては、当該実ブロックに書
込まれているデータが有効である状態（アクティブ状
態）か、無効である状態（ガベージ状態）か、或いはま
だデータが書き込まれていない状態（フリー状態）の何
れであるかを示す情報が記録される。なお、これらマッ
ピングテーブル２０１やユニット管理テーブル２０２
は、本実施形態では、システムの立ち下げ時にＦｌａｓ
ｈＲＯＭの所定のブロックに格納され、立ち上げ時にＲ
ＡＭ上へロードされて用いられるものとするが、別の方
法を用いてもかまわないことはいうまでもない。
は、実ブロック及びユニットを管理するためにユニット
管理テーブルを備える。図５は本実施形態におけるＦｌ
ａｓｈＲＯＭ管理のためのユニット管理テーブルの例を
示す図である。ユニット管理テーブル２０２は、Ｆｌａ
ｓｈＲＯＭ７上の各ユニット毎に、ユニットの状態（イ
レース回数）、またそれに含まれる各実ブロックのデー
タ書き込み状態を記録したものである。なお、実ブロッ
クのデータ書込み状態に関しては、当該実ブロックに書
込まれているデータが有効である状態（アクティブ状
態）か、無効である状態（ガベージ状態）か、或いはま
だデータが書き込まれていない状態（フリー状態）の何
れであるかを示す情報が記録される。なお、これらマッ
ピングテーブル２０１やユニット管理テーブル２０２
は、本実施形態では、システムの立ち下げ時にＦｌａｓ
ｈＲＯＭの所定のブロックに格納され、立ち上げ時にＲ
ＡＭ上へロードされて用いられるものとするが、別の方
法を用いてもかまわないことはいうまでもない。
【００２３】以下、ＦｌａｓｈＲＯＭにおけるユニット
のサイズを６４Ｋバイト、実ブロックのサイズを５１２
バイトとして説明する。この場合、１ユニットには、１
２８の実ブロックが入ることになる。そして、ユニッ
ト、ブロックともにゼロから番号付けされているものと
する。
のサイズを６４Ｋバイト、実ブロックのサイズを５１２
バイトとして説明する。この場合、１ユニットには、１
２８の実ブロックが入ることになる。そして、ユニッ
ト、ブロックともにゼロから番号付けされているものと
する。
【００２４】Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６の初期状
態としては、全ユニットがイレースされ、すべての実ブ
ロックがフリー状態となり、マッピングテーブル２０１
もすべて空きの状態となる。
態としては、全ユニットがイレースされ、すべての実ブ
ロックがフリー状態となり、マッピングテーブル２０１
もすべて空きの状態となる。
【００２５】初期状態のとき、利用者から、例えば、仮
想ブロック番号３（以下、仮想ブロック［３］と表記す
る）へのライト要求が発行されると、まず対象となるユ
ニットが選ばれる。この場合、最もイレース回数の少な
いユニットを選択する。ここで、ユニット番号２（ユニ
ット［２］と表記する）が選ばれたとする。そして、す
べてフリー状態になっている実ブロックの先頭から使用
していく。ユニット［２］の先頭の実ブロック番号は２
５６であるから、この例の場合は、実ブロック番号２５
６のブロック（実ブロック［２５６］と表記する）が選
択される。この実ブロック［２５６］にデータの書き込
み処理を行ない、実ブロック［２５６］をアクティブ状
態とする。最後にマッピングテーブル２０１の仮想ブロ
ック［３］のエントリに実ブロック番号２５６を書込
む。
想ブロック番号３（以下、仮想ブロック［３］と表記す
る）へのライト要求が発行されると、まず対象となるユ
ニットが選ばれる。この場合、最もイレース回数の少な
いユニットを選択する。ここで、ユニット番号２（ユニ
ット［２］と表記する）が選ばれたとする。そして、す
べてフリー状態になっている実ブロックの先頭から使用
していく。ユニット［２］の先頭の実ブロック番号は２
５６であるから、この例の場合は、実ブロック番号２５
６のブロック（実ブロック［２５６］と表記する）が選
択される。この実ブロック［２５６］にデータの書き込
み処理を行ない、実ブロック［２５６］をアクティブ状
態とする。最後にマッピングテーブル２０１の仮想ブロ
ック［３］のエントリに実ブロック番号２５６を書込
む。
【００２６】以降の上書きでないライト処理において
は、ユニット［２］内の実ブロックが順次選択される。
すなわち実ブロック［２５７］、実ブロック［２５
８］、…と順に使用して上記と同様の処理によってデー
タの書込みが行なわれていく。そして、ユニット［２］
を使いきると、また新しいユニットを上記と同様に選択
し、同様の処理を繰り返していく。
は、ユニット［２］内の実ブロックが順次選択される。
すなわち実ブロック［２５７］、実ブロック［２５
８］、…と順に使用して上記と同様の処理によってデー
タの書込みが行なわれていく。そして、ユニット［２］
を使いきると、また新しいユニットを上記と同様に選択
し、同様の処理を繰り返していく。
【００２７】一方、上書きのライト要求が発行された場
合、例えば再び仮想ブロック［３］へのライト要求が発
行された場合には、まずマッピングテーブル２０１によ
りマッピングされている実ブロック［２５６］をガベー
ジ状態として無効化する（ユニット管理テーブル２０２
の対応するエントリを更新する）。そして、上記の上書
きでないライト処理と同様に、新しい実ブロックを得
て、データの書き込み処理を行ない、当該ブロックをア
クティブ状態とし、マッピングテーブル２０１の仮想ブ
ロック［３］のエントリをその新しい実ブロックに更新
する。
合、例えば再び仮想ブロック［３］へのライト要求が発
行された場合には、まずマッピングテーブル２０１によ
りマッピングされている実ブロック［２５６］をガベー
ジ状態として無効化する（ユニット管理テーブル２０２
の対応するエントリを更新する）。そして、上記の上書
きでないライト処理と同様に、新しい実ブロックを得
て、データの書き込み処理を行ない、当該ブロックをア
クティブ状態とし、マッピングテーブル２０１の仮想ブ
ロック［３］のエントリをその新しい実ブロックに更新
する。
【００２８】さて、上記のような上書きのライト処理を
繰り返すとガベージ状態の実ブロックが増え、フリー状
態の実ブロックが減っていく。したがって、あるタイミ
ングでガベージコレクションを行なう必要がある。
繰り返すとガベージ状態の実ブロックが増え、フリー状
態の実ブロックが減っていく。したがって、あるタイミ
ングでガベージコレクションを行なう必要がある。
【００２９】ガベージコレクションでは、フリー状態の
実ブロックが無くガベージ状態の実ブロックの多いユニ
ット、そしてイレース回数の少ないユニットが対象とな
る。このような条件のユニットは、ユニット管理テーブ
ル２０２を参照して見つけることができる。そして、ま
ず、ガベージコレクションの対象ユニット内にあるアク
ティブ状態の実ブロックの内容をすべて、他ユニット内
のフリー状態の実ブロックにコピーし、コピー先の実ブ
ロックをアクティブ状態とし、マッピングテーブル２０
１の対応するエントリの更新を行なう。これらがすべて
終了とすると、その対象ユニットをイレースし、ユニッ
ト管理テーブル２０２内の当該ユニットのイレース回数
を更新し、そのユニットに属するすべての実ブロックを
フリー状態とする（ユニット管理テーブル２０２に対応
するエントリを更新する）。
実ブロックが無くガベージ状態の実ブロックの多いユニ
ット、そしてイレース回数の少ないユニットが対象とな
る。このような条件のユニットは、ユニット管理テーブ
ル２０２を参照して見つけることができる。そして、ま
ず、ガベージコレクションの対象ユニット内にあるアク
ティブ状態の実ブロックの内容をすべて、他ユニット内
のフリー状態の実ブロックにコピーし、コピー先の実ブ
ロックをアクティブ状態とし、マッピングテーブル２０
１の対応するエントリの更新を行なう。これらがすべて
終了とすると、その対象ユニットをイレースし、ユニッ
ト管理テーブル２０２内の当該ユニットのイレース回数
を更新し、そのユニットに属するすべての実ブロックを
フリー状態とする（ユニット管理テーブル２０２に対応
するエントリを更新する）。
【００３０】なお、上記のガベージコレクション処理
は、周期的に行なうようにしてもフリー状態の実ブロッ
ク数がある閾値以下になった時に行なうようにしても構
わない。ガベージコレクションの細かい実現方法は本発
明を制限するものではない。
は、周期的に行なうようにしてもフリー状態の実ブロッ
ク数がある閾値以下になった時に行なうようにしても構
わない。ガベージコレクションの細かい実現方法は本発
明を制限するものではない。
【００３１】リード要求が発行された場合には、マッピ
ングテーブル２０１を参照することにより、指定された
仮想ブロックにマップされている実ブロックを得て、そ
のデータ内容を利用者のメモリ領域にコピーする。
ングテーブル２０１を参照することにより、指定された
仮想ブロックにマップされている実ブロックを得て、そ
のデータ内容を利用者のメモリ領域にコピーする。
【００３２】以上がＦｌａｓｈディスクドライバ部６の
処理である。本実施形態では、上記のようなライト処
理、リード処理に加えて、実ブロックのメモリアドレス
を獲得する処理（アドレス獲得処理）を有する。このア
ドレス獲得処理により、リード処理において、利用者が
実ブロックの先頭のメモリアドレスを獲得し、直接実ブ
ロックの内容を読み出すことを可能とする。これによ
り、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６の利用者が、通常
のリード要求のように、利用者のメモリ領域を指定して
そこに実ブロック内のデータをコピーしてもらうのでは
なく、利用者が実ブロックの先頭のメモリアドレスを獲
得し、直接実ブロックの内容を読み出すことを可能とす
る。なお、本実施形態では、Ｆｌａｓｈディスクドライ
バ部６の利用者はバッファキャッシュ管理部４であり、
利用者のメモリ領域はバッファキャッシュとなる。ただ
し、これら利用者やそのメモリ領域が、Ｆｌａｓｈディ
スクドライバ部６の利用形態に応じて変化することは理
解され得ることである。
処理である。本実施形態では、上記のようなライト処
理、リード処理に加えて、実ブロックのメモリアドレス
を獲得する処理（アドレス獲得処理）を有する。このア
ドレス獲得処理により、リード処理において、利用者が
実ブロックの先頭のメモリアドレスを獲得し、直接実ブ
ロックの内容を読み出すことを可能とする。これによ
り、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６の利用者が、通常
のリード要求のように、利用者のメモリ領域を指定して
そこに実ブロック内のデータをコピーしてもらうのでは
なく、利用者が実ブロックの先頭のメモリアドレスを獲
得し、直接実ブロックの内容を読み出すことを可能とす
る。なお、本実施形態では、Ｆｌａｓｈディスクドライ
バ部６の利用者はバッファキャッシュ管理部４であり、
利用者のメモリ領域はバッファキャッシュとなる。ただ
し、これら利用者やそのメモリ領域が、Ｆｌａｓｈディ
スクドライバ部６の利用形態に応じて変化することは理
解され得ることである。
【００３３】リード処理において、利用者から実ブロッ
クのメモリアドレスを獲得する要求（アドレス獲得要
求）が発行されると、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６
はマッピングテーブル２０１を参照して、指定された仮
想ブロックにマップされている実ブロック番号を得る。
そして、この実ブロック番号からメモリアドレスを計算
する。例えば、ＦｌａｓｈＲＯＭ７がメモリアドレス０
ｘ８０００００００からスタートしていたとして、実ブ
ロック番号が３だったとする。この場合、ブロックサイ
ズが５１２バイト（０ｘ２００バイト）なので、実ブロ
ック［３］の先頭アドレスは０ｘ８０００００００＋０
ｘ２００＊３＝０ｘ８００００６００となる。そして、
この計算結果を実ブロックのメモリアドレスとして利用
者に返す。
クのメモリアドレスを獲得する要求（アドレス獲得要
求）が発行されると、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６
はマッピングテーブル２０１を参照して、指定された仮
想ブロックにマップされている実ブロック番号を得る。
そして、この実ブロック番号からメモリアドレスを計算
する。例えば、ＦｌａｓｈＲＯＭ７がメモリアドレス０
ｘ８０００００００からスタートしていたとして、実ブ
ロック番号が３だったとする。この場合、ブロックサイ
ズが５１２バイト（０ｘ２００バイト）なので、実ブロ
ック［３］の先頭アドレスは０ｘ８０００００００＋０
ｘ２００＊３＝０ｘ８００００６００となる。そして、
この計算結果を実ブロックのメモリアドレスとして利用
者に返す。
【００３４】次に、本実施形態におけるリード、ライト
の動作について更に詳細に説明する。
の動作について更に詳細に説明する。
【００３５】ユーザプログラム１が、ファイルオープ
ン、クローズ、リード、ライト、作成、削除といった要
求を発行すると、ファイル管理部３がそれを受け付け、
対応する処理を行なう。そしてその際、データ格納領域
（本例の場合はＦｌａｓｈＲＯＭ７）へのリード／ライ
トアクセスが必要になると、それらは通常バッファキャ
ッシュ管理部４を介して行なわれる。図６はバッファキ
ャッシュ管理部によるバッファキャッシュの管理形態を
説明する図である。バッファキャッシュ管理部４では、
図６のように、ブロック単位でバッファキャッシュを管
理しており、このブロック単位のバッファキャッシュを
キャッシュブロックと呼ぶことにする。キャッシュブロ
ックは１ブロック分のデータ領域と、ブロック番号を格
納するエントリと、そのブロックがダーティ状態（キャ
ッシュがモディファイされていて実体と内容が異なって
いる状態）かどうかを示すエントリを持つ。そしてＬＲ
Ｕ(Least Recently Used)リストでリンクされて管理さ
れる。バッファキャッシュの領域は、システム初期化時
に固定的に領域を確保しても構わないし、ＯＳなどによ
り提供される汎用のメモリアロケーション手段を用いて
も構わない。
ン、クローズ、リード、ライト、作成、削除といった要
求を発行すると、ファイル管理部３がそれを受け付け、
対応する処理を行なう。そしてその際、データ格納領域
（本例の場合はＦｌａｓｈＲＯＭ７）へのリード／ライ
トアクセスが必要になると、それらは通常バッファキャ
ッシュ管理部４を介して行なわれる。図６はバッファキ
ャッシュ管理部によるバッファキャッシュの管理形態を
説明する図である。バッファキャッシュ管理部４では、
図６のように、ブロック単位でバッファキャッシュを管
理しており、このブロック単位のバッファキャッシュを
キャッシュブロックと呼ぶことにする。キャッシュブロ
ックは１ブロック分のデータ領域と、ブロック番号を格
納するエントリと、そのブロックがダーティ状態（キャ
ッシュがモディファイされていて実体と内容が異なって
いる状態）かどうかを示すエントリを持つ。そしてＬＲ
Ｕ(Least Recently Used)リストでリンクされて管理さ
れる。バッファキャッシュの領域は、システム初期化時
に固定的に領域を確保しても構わないし、ＯＳなどによ
り提供される汎用のメモリアロケーション手段を用いて
も構わない。
【００３６】上記のような処理のうち、まずはすでにあ
るファイルＡが存在し、ユーザプログラム１がそのファ
イルＡのオープンを終え、リード処理を開始したところ
からを例として説明する。図７は、本実施形態における
ファイルのリード処理を説明するフローチャートであ
る。なお、ファイルＡはブロック（仮想ブロックに対応
する）［２５６］，［２５７］の二つのブロックで構成
され、また、これらブロック［２５６］，［２５７］
は、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６で実ブロック
［４］，［５］にマッピングされていたとする。なお、
ファイルＡが［２５６］及び［２５７］に存在すること
の管理は、ファイル管理部３が行い、ｉノード方式であ
ればｉノードにより管理し、ＦＡＴ方式であればＦＡＴ
により管理することになる。
るファイルＡが存在し、ユーザプログラム１がそのファ
イルＡのオープンを終え、リード処理を開始したところ
からを例として説明する。図７は、本実施形態における
ファイルのリード処理を説明するフローチャートであ
る。なお、ファイルＡはブロック（仮想ブロックに対応
する）［２５６］，［２５７］の二つのブロックで構成
され、また、これらブロック［２５６］，［２５７］
は、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６で実ブロック
［４］，［５］にマッピングされていたとする。なお、
ファイルＡが［２５６］及び［２５７］に存在すること
の管理は、ファイル管理部３が行い、ｉノード方式であ
ればｉノードにより管理し、ＦＡＴ方式であればＦＡＴ
により管理することになる。
【００３７】ステップＳ１１で、ファイル管理部３がリ
ード要求を受け付けると、要求に対応するブロック番号
を割り出す。リード要求が、ファイルＡの先頭から１２
８バイトをユーザプログラム１の０ｘ４０００００００
から始まるデータ領域に読み出す、というものだったと
する。この場合、対応するブロックはブロック［２５
６］となる。次に、ステップＳ１２に進み、ファイル管
理部３はバッファキャッシュ管理部４に対してリード要
求を発行する。このときの引数は、ブロック番号２５６
と、ブロックの先頭からのオフセット値０バイトと、デ
ータ領域のアドレス０ｘ４０００００００と、読み出し
サイズ１２８バイトの４つである。
ード要求を受け付けると、要求に対応するブロック番号
を割り出す。リード要求が、ファイルＡの先頭から１２
８バイトをユーザプログラム１の０ｘ４０００００００
から始まるデータ領域に読み出す、というものだったと
する。この場合、対応するブロックはブロック［２５
６］となる。次に、ステップＳ１２に進み、ファイル管
理部３はバッファキャッシュ管理部４に対してリード要
求を発行する。このときの引数は、ブロック番号２５６
と、ブロックの先頭からのオフセット値０バイトと、デ
ータ領域のアドレス０ｘ４０００００００と、読み出し
サイズ１２８バイトの４つである。
【００３８】ステップＳ１３で、リード要求を受けたバ
ッファキャッシュ管理部４は、管理中のキャッシュブロ
ックを調べることにより、ブロック［２５６］に対応す
るキャッシュブロックがすでに管理されているかどうか
を判断する。すでに対応するキャッシュブロックが存在
する場合には（以下、そのキャッシュブロックをキャッ
シュブロック［２５６］と呼ぶ）、ステップＳ１４から
ステップＳ２０に進み、存在しない場合にはステップＳ
１５に進む。
ッファキャッシュ管理部４は、管理中のキャッシュブロ
ックを調べることにより、ブロック［２５６］に対応す
るキャッシュブロックがすでに管理されているかどうか
を判断する。すでに対応するキャッシュブロックが存在
する場合には（以下、そのキャッシュブロックをキャッ
シュブロック［２５６］と呼ぶ）、ステップＳ１４から
ステップＳ２０に進み、存在しない場合にはステップＳ
１５に進む。
【００３９】リード要求されたブロックに対応するキャ
ッシュバッファが存在しない場合は、要求されたブロッ
クに対応する実ブロックのアドレスを得て、このアドレ
スによってＦｌａｓｈＲＯＭをアクセスする。まず、ス
テップＳ１５で、バッファキャッシュ管理部４は、Ｆｌ
ａｓｈディスクドライバ部６に対して、ブロック［２５
６］のアドレス獲得要求を発行する。アドレス獲得要求
を受けたＦｌａｓｈディスクドライバ部６は、ステップ
Ｓ１６において、マッピングテーブル２０１を参照して
仮想ブロック［２５６］に対応する実ブロック番号を得
て（本例では「４」）、この実ブロック番号に基づいて
メモリアドレスを計算する。本例では、０ｘ８００００
０００＋０ｘ２００×４＝０ｘ８００００８００が得ら
れ、このアドレス値をバッファキャッシュ管理部４に返
す。
ッシュバッファが存在しない場合は、要求されたブロッ
クに対応する実ブロックのアドレスを得て、このアドレ
スによってＦｌａｓｈＲＯＭをアクセスする。まず、ス
テップＳ１５で、バッファキャッシュ管理部４は、Ｆｌ
ａｓｈディスクドライバ部６に対して、ブロック［２５
６］のアドレス獲得要求を発行する。アドレス獲得要求
を受けたＦｌａｓｈディスクドライバ部６は、ステップ
Ｓ１６において、マッピングテーブル２０１を参照して
仮想ブロック［２５６］に対応する実ブロック番号を得
て（本例では「４」）、この実ブロック番号に基づいて
メモリアドレスを計算する。本例では、０ｘ８００００
０００＋０ｘ２００×４＝０ｘ８００００８００が得ら
れ、このアドレス値をバッファキャッシュ管理部４に返
す。
【００４０】次に、ステップＳ１７において、メモリア
ドレスを得たバッファキャッシュ管理部４は、ステップ
Ｓ１３で受け取った引数（オフセット値、データ領域ア
ドレス、読出しサイズ）にしたがったメモリコピー処理
を行なう。本例の場合、オフセット値０バイト、データ
領域のアドレス０ｘ４０００００００、読み出しサイズ
１２８バイトで、実ブロック［４］のメモリアドレスが
０ｘ８００００８００なので、ソースアドレス０ｘ８０
０００８００、ディスティネーションアドレス０ｘ４０
００００００、サイズ１２８バイトのメモリコピーを行
なう。なお、上記の例ではオフセット値が０の場合を説
明したが、例えばオフセット値が６４バイト（０ｘ４
０）だった場合には、ソースアドレスが０ｘ８００００
８００＋０ｘ４０＝０ｘ８００００８４０となる。この
ように、ＦｌａｓｈＲＯＭ７から直接ユーザプログラム
１のデータ領域にデータがコピーされることになる。
ドレスを得たバッファキャッシュ管理部４は、ステップ
Ｓ１３で受け取った引数（オフセット値、データ領域ア
ドレス、読出しサイズ）にしたがったメモリコピー処理
を行なう。本例の場合、オフセット値０バイト、データ
領域のアドレス０ｘ４０００００００、読み出しサイズ
１２８バイトで、実ブロック［４］のメモリアドレスが
０ｘ８００００８００なので、ソースアドレス０ｘ８０
０００８００、ディスティネーションアドレス０ｘ４０
００００００、サイズ１２８バイトのメモリコピーを行
なう。なお、上記の例ではオフセット値が０の場合を説
明したが、例えばオフセット値が６４バイト（０ｘ４
０）だった場合には、ソースアドレスが０ｘ８００００
８００＋０ｘ４０＝０ｘ８００００８４０となる。この
ように、ＦｌａｓｈＲＯＭ７から直接ユーザプログラム
１のデータ領域にデータがコピーされることになる。
【００４１】一方、ステップＳ１４において、すでにキ
ャッシュブロック［２５６］が存在していると判断され
た場合は、ステップＳ２０に進む。ステップＳ２０にお
いて、バッファキャッシュ管理部４は、ステップＳ１３
で受け取った引数（オフセット値、データ領域アドレ
ス、読出しサイズ）にしたがったメモリコピー処理を行
なう。ただし、この場合、ステップＳ１７とは異なり、
ソースアドレスは実ブロックのメモリアドレスではなく
キャッシュブロック内のデータ領域のアドレスとなる。
例えば、キャッシュブロック［２５６］内のデータ領域
の先頭アドレスが０ｘ２０００００００だったとして、
オフセット値が０バイトだった場合には、ソースアドレ
スが０ｘ２０００００００となり、オフセット値が６４
バイトだった場合には、ソースアドレスが０ｘ２０００
００００＋０ｘ４０＝０ｘ２０００００４０となる。こ
のように、バッファキャッシュがすでにある場合には、
バッファキャッシュからユーザプログラム１のデータ領
域にデータがコピーされることになる。
ャッシュブロック［２５６］が存在していると判断され
た場合は、ステップＳ２０に進む。ステップＳ２０にお
いて、バッファキャッシュ管理部４は、ステップＳ１３
で受け取った引数（オフセット値、データ領域アドレ
ス、読出しサイズ）にしたがったメモリコピー処理を行
なう。ただし、この場合、ステップＳ１７とは異なり、
ソースアドレスは実ブロックのメモリアドレスではなく
キャッシュブロック内のデータ領域のアドレスとなる。
例えば、キャッシュブロック［２５６］内のデータ領域
の先頭アドレスが０ｘ２０００００００だったとして、
オフセット値が０バイトだった場合には、ソースアドレ
スが０ｘ２０００００００となり、オフセット値が６４
バイトだった場合には、ソースアドレスが０ｘ２０００
００００＋０ｘ４０＝０ｘ２０００００４０となる。こ
のように、バッファキャッシュがすでにある場合には、
バッファキャッシュからユーザプログラム１のデータ領
域にデータがコピーされることになる。
【００４２】次に、すでにあるファイルＡが存在し、ユ
ーザプログラム１がファイルＡのオープンを終え、ライ
ト処理を開始した場合を例にあげて、本実施形態のライ
ト処理を説明する。図８及び図９は本実施形態によるラ
イト処理の手順を説明するフローチャートである。ファ
イルＡはブロック（仮想ブロックに対応する）［２５
６］，［２５７］の二つのブロックで構成され、また、
これらブロック［２５６］，［２５７］は、Ｆｌａｓｈ
ディスクドライバ部６で実ブロック［４］，［５］にマ
ッピングされていたとする。
ーザプログラム１がファイルＡのオープンを終え、ライ
ト処理を開始した場合を例にあげて、本実施形態のライ
ト処理を説明する。図８及び図９は本実施形態によるラ
イト処理の手順を説明するフローチャートである。ファ
イルＡはブロック（仮想ブロックに対応する）［２５
６］，［２５７］の二つのブロックで構成され、また、
これらブロック［２５６］，［２５７］は、Ｆｌａｓｈ
ディスクドライバ部６で実ブロック［４］，［５］にマ
ッピングされていたとする。
【００４３】ステップＳ３１で、ファイル管理部３がラ
イト要求を受け付けると、マッピングテーブル２０１を
参照して要求に対応するブロック番号を割り出す。い
ま、ライト要求が、ユーザプログラム１の０ｘ４０００
００００から始まるデータ領域の内容を、ファイルＡの
先頭から１２８バイト書込む、というものだったとす
る。この場合、書き込みの対象となるブロックはブロッ
ク［２５６］となる。次に、ステップＳ３２に進み、フ
ァイル管理部３はバッファキャッシュ管理部４に対して
ライト要求を発行する。このときの引数は、ブロック番
号２５６と、ブロックの先頭からのオフセット値０バイ
トと、データ領域のアドレス０ｘ４０００００００と、
書込みサイズ１２８バイトの４つである。
イト要求を受け付けると、マッピングテーブル２０１を
参照して要求に対応するブロック番号を割り出す。い
ま、ライト要求が、ユーザプログラム１の０ｘ４０００
００００から始まるデータ領域の内容を、ファイルＡの
先頭から１２８バイト書込む、というものだったとす
る。この場合、書き込みの対象となるブロックはブロッ
ク［２５６］となる。次に、ステップＳ３２に進み、フ
ァイル管理部３はバッファキャッシュ管理部４に対して
ライト要求を発行する。このときの引数は、ブロック番
号２５６と、ブロックの先頭からのオフセット値０バイ
トと、データ領域のアドレス０ｘ４０００００００と、
書込みサイズ１２８バイトの４つである。
【００４４】ステップＳ３３で、ライト要求を受けたバ
ッファキャッシュ監理部４は、管理中のキャッシュブロ
ックを調べ、ブロック［２５６］に対応するキャッシュ
ブロックがすでに管理されているかどうかを判断する。
すでに対応するキャッシュブロック［２５６］が存在す
る場合には、ステップＳ３４からステップＳ４１に進
み、存在しない場合にはステップＳ３５に進む。
ッファキャッシュ監理部４は、管理中のキャッシュブロ
ックを調べ、ブロック［２５６］に対応するキャッシュ
ブロックがすでに管理されているかどうかを判断する。
すでに対応するキャッシュブロック［２５６］が存在す
る場合には、ステップＳ３４からステップＳ４１に進
み、存在しない場合にはステップＳ３５に進む。
【００４５】対応するキャッシュブロックが存在しない
場合は、ステップＳ３５以降の処理により、対応する実
ブロックのデータをキャッシュブロックにキャッシュし
てデータの書き込みを行う。まず、ステップＳ３５にお
いて、バッファキャッシュ管理部４は、バッファキャッ
シュ５内に新しいキャッシュブロックを獲得する。ステ
ップＳ３６で、新たなキャッシュブロックの獲得が成功
したかどうか（フリーのキャッシュブロックがあったか
どうか）を調べる。そして、獲得できなかった場合には
ステップＳ３７から図９のステップＳ５０に進む。一
方、キャッシュブロックを獲得できた場合にはステップ
Ｓ３７からステップＳ３８に進む。
場合は、ステップＳ３５以降の処理により、対応する実
ブロックのデータをキャッシュブロックにキャッシュし
てデータの書き込みを行う。まず、ステップＳ３５にお
いて、バッファキャッシュ管理部４は、バッファキャッ
シュ５内に新しいキャッシュブロックを獲得する。ステ
ップＳ３６で、新たなキャッシュブロックの獲得が成功
したかどうか（フリーのキャッシュブロックがあったか
どうか）を調べる。そして、獲得できなかった場合には
ステップＳ３７から図９のステップＳ５０に進む。一
方、キャッシュブロックを獲得できた場合にはステップ
Ｓ３７からステップＳ３８に進む。
【００４６】ステップＳ３８において、バッファキャッ
シュ管理部４は、獲得したキャッシュブロックのエント
リの「ブロック番号」に２５６をセットし、ＬＲＵリス
トにリンクする。以下、ブロック番号を２５６に設定さ
れたキャッシュブロックをキャッシュブロック［２５
６］という。そして、ステップＳ３９で、Ｆｌａｓｈデ
ィスクドライバ部６に対して、ブロック［２５６］のリ
ード要求を発行する。なお、この際、キャッシュブロッ
ク［２５６］のデータ領域に読み出したデータを書き込
むように指定する。
シュ管理部４は、獲得したキャッシュブロックのエント
リの「ブロック番号」に２５６をセットし、ＬＲＵリス
トにリンクする。以下、ブロック番号を２５６に設定さ
れたキャッシュブロックをキャッシュブロック［２５
６］という。そして、ステップＳ３９で、Ｆｌａｓｈデ
ィスクドライバ部６に対して、ブロック［２５６］のリ
ード要求を発行する。なお、この際、キャッシュブロッ
ク［２５６］のデータ領域に読み出したデータを書き込
むように指定する。
【００４７】要求を受けたＦｌａｓｈディスクドライバ
部６は、ステップＳ４０で、上述したリード処理によ
り、仮想ブロック［２５６］に対応する実ブロックから
指定されたデータ領域に１ブロック分のデータをコピー
する。そして、このリード処理が終了するとステップＳ
４１に進む。
部６は、ステップＳ４０で、上述したリード処理によ
り、仮想ブロック［２５６］に対応する実ブロックから
指定されたデータ領域に１ブロック分のデータをコピー
する。そして、このリード処理が終了するとステップＳ
４１に進む。
【００４８】ステップＳ４１で、バッファキャッシュ管
理部４は、ステップＳ３３で受け取った引数（オフセッ
ト値、データ領域アドレス、書込みサイズ）にしたがっ
てメモリコピー処理を行なう。たとえば、キャッシュブ
ロック［２５６］内のデータ領域の先頭アドレスを０ｘ
２０００００００だったとすると、本例の場合、オフセ
ット値０バイト、データ領域のアドレス０ｘ４００００
０００、書込みサイズ１２８バイトなので、ソースアド
レス０ｘ４０００００００、ディスティネーションアド
レス０ｘ２０００００００、サイズ１２８バイトのメモ
リコピーを行なう。なお、例えばオフセット値が６４バ
イトだった場合には、ディスティネーションアドレスが
０ｘ２０００００００＋０ｘ４０＝０ｘ２０００００４
０となる。このように、ユーザプログラム１のデータ領
域からキャッシュブロック［２５６］のデータ領域にデ
ータがコピーされることになる。最後にステップＳ４２
で、バッファキャッシュ管理部４は、キャッシュブロッ
ク［２５６］のエントリの「ダーティ」に“Ｙｅｓ”に
相当する値をセットする。
理部４は、ステップＳ３３で受け取った引数（オフセッ
ト値、データ領域アドレス、書込みサイズ）にしたがっ
てメモリコピー処理を行なう。たとえば、キャッシュブ
ロック［２５６］内のデータ領域の先頭アドレスを０ｘ
２０００００００だったとすると、本例の場合、オフセ
ット値０バイト、データ領域のアドレス０ｘ４００００
０００、書込みサイズ１２８バイトなので、ソースアド
レス０ｘ４０００００００、ディスティネーションアド
レス０ｘ２０００００００、サイズ１２８バイトのメモ
リコピーを行なう。なお、例えばオフセット値が６４バ
イトだった場合には、ディスティネーションアドレスが
０ｘ２０００００００＋０ｘ４０＝０ｘ２０００００４
０となる。このように、ユーザプログラム１のデータ領
域からキャッシュブロック［２５６］のデータ領域にデ
ータがコピーされることになる。最後にステップＳ４２
で、バッファキャッシュ管理部４は、キャッシュブロッ
ク［２５６］のエントリの「ダーティ」に“Ｙｅｓ”に
相当する値をセットする。
【００４９】一方、新しいキャッシュブロックを獲得で
きなかったため、図９のステップＳ５０に進んだ場合、
バッファキャッシュ管理部４は、現在管理中のキャッシ
ュブロックのうち、もっとも昔にアクセスされたものを
ＬＲＵリストの先頭から取り出し、ダーティ状態か調べ
る。なお、ＬＲＵリストの先頭にリンクされているキャ
ッシュブロックは。もっとも昔に使用されたキャッシュ
ブロックであることを示す。ダーティ状態であった場合
には、ステップＳ５１からステップＳ５２に進み、ダー
ティ状態でなかった場合にはステップＳ５４に進む。
きなかったため、図９のステップＳ５０に進んだ場合、
バッファキャッシュ管理部４は、現在管理中のキャッシ
ュブロックのうち、もっとも昔にアクセスされたものを
ＬＲＵリストの先頭から取り出し、ダーティ状態か調べ
る。なお、ＬＲＵリストの先頭にリンクされているキャ
ッシュブロックは。もっとも昔に使用されたキャッシュ
ブロックであることを示す。ダーティ状態であった場合
には、ステップＳ５１からステップＳ５２に進み、ダー
ティ状態でなかった場合にはステップＳ５４に進む。
【００５０】ダーティ状態であった場合、当該キャッシ
ュブロックのデータをフラッシュする前に、そのデータ
をＦｌａｓｈＲＯＭ７に書き込む必要がある。そのた
め、まず、ステップＳ５２で、バッファキャッシュ管理
部４は、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６に対してライ
ト要求を発行する。要求を受けたＦｌａｓｈディスクド
ライバ部６は、ステップＳ５３で、指定された仮想ブロ
ックに対して上述した、上書きによるライト処理を行な
う。ライト処理が終了すると、ステップＳ５４で、バッ
ファキャッシュ管理部４は、ＬＲＵリストの先頭から取
り出したそのキャッシュブロックを新しいキャッシュブ
ロックとして獲得し、図８のステップＳ３８に戻る。
ュブロックのデータをフラッシュする前に、そのデータ
をＦｌａｓｈＲＯＭ７に書き込む必要がある。そのた
め、まず、ステップＳ５２で、バッファキャッシュ管理
部４は、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６に対してライ
ト要求を発行する。要求を受けたＦｌａｓｈディスクド
ライバ部６は、ステップＳ５３で、指定された仮想ブロ
ックに対して上述した、上書きによるライト処理を行な
う。ライト処理が終了すると、ステップＳ５４で、バッ
ファキャッシュ管理部４は、ＬＲＵリストの先頭から取
り出したそのキャッシュブロックを新しいキャッシュブ
ロックとして獲得し、図８のステップＳ３８に戻る。
【００５１】なお、上述の例の場合、ＦｌａｓｈＲＯＭ
７へのライト処理が行なわれるのは、新しいキャッシュ
ブロックが獲得できなかった場合だけであるが、ダーテ
ィ状態のキャッシュブロックの内容をＦｌａｓｈＲＯＭ
へライトしダーティでないようにする、いわゆるＳＹＮ
Ｃ処理を行なっても構わない。また、ＳＹＮＣ処理をフ
ァイルクローズのタイミングで行なっても、１０秒に１
回というように周期的に行なっても構わない。これらＳ
ＹＮＣ処理の実現方式は、本発明を制限するものではな
い。
７へのライト処理が行なわれるのは、新しいキャッシュ
ブロックが獲得できなかった場合だけであるが、ダーテ
ィ状態のキャッシュブロックの内容をＦｌａｓｈＲＯＭ
へライトしダーティでないようにする、いわゆるＳＹＮ
Ｃ処理を行なっても構わない。また、ＳＹＮＣ処理をフ
ァイルクローズのタイミングで行なっても、１０秒に１
回というように周期的に行なっても構わない。これらＳ
ＹＮＣ処理の実現方式は、本発明を制限するものではな
い。
【００５２】以上のように、本実施形態のファイルシス
テムにおいては、ファイル管理部３が、ユーザプログラ
ム１からのファイルオープン、クローズ、リード、ライ
ト、作成、削除といった要求を受け付け、それに対応し
た処理を行う。ここで、データ格納領域（ＦｌａｓｈＲ
ＯＭ７）へのリードアクセスが発生した場合、バッファ
キャッシュ管理部４、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６
により次のような制御が実行される。すなわち、対応す
るデータがバッファキャッシュ５の中に無ければ、Ｆｌ
ａｓｈＲＯＭ７から直接ユーザプログラムのメモリ領域
にメモリコピーによりデータを転送し、バッファキャッ
シュ５に対応するデータが存在する場合はバッファキャ
ッシュからユーザプログラムのメモリ領域にそのデータ
を転送する。なお、ＦｌａｓｈＲＯＭをブロック単位で
アクセスするディスクとして疑似的に扱うＦｌａｓｈデ
ィスクドライバ部６は、ＦｌａｓｈＲＯＭからユーザプ
ログラムへの直接的なデータ転送が実行される際に、Ｆ
ｌａｓｈＲＯＭ中の対応するメモリアドレスを獲得す
る。そして、バッファキャッシュ管理部４は、そのアド
レスをもとにメモリコピーを実行しデータの直接転送を
実現する。
テムにおいては、ファイル管理部３が、ユーザプログラ
ム１からのファイルオープン、クローズ、リード、ライ
ト、作成、削除といった要求を受け付け、それに対応し
た処理を行う。ここで、データ格納領域（ＦｌａｓｈＲ
ＯＭ７）へのリードアクセスが発生した場合、バッファ
キャッシュ管理部４、Ｆｌａｓｈディスクドライバ部６
により次のような制御が実行される。すなわち、対応す
るデータがバッファキャッシュ５の中に無ければ、Ｆｌ
ａｓｈＲＯＭ７から直接ユーザプログラムのメモリ領域
にメモリコピーによりデータを転送し、バッファキャッ
シュ５に対応するデータが存在する場合はバッファキャ
ッシュからユーザプログラムのメモリ領域にそのデータ
を転送する。なお、ＦｌａｓｈＲＯＭをブロック単位で
アクセスするディスクとして疑似的に扱うＦｌａｓｈデ
ィスクドライバ部６は、ＦｌａｓｈＲＯＭからユーザプ
ログラムへの直接的なデータ転送が実行される際に、Ｆ
ｌａｓｈＲＯＭ中の対応するメモリアドレスを獲得す
る。そして、バッファキャッシュ管理部４は、そのアド
レスをもとにメモリコピーを実行しデータの直接転送を
実現する。
【００５３】また、ライトアクセスが発生した場合に
は、バッファキャッシュ管理部４及びＦｌａｓｈディス
クドライバ部６により、一般的なファイルシステムと同
様な、バッファキャッシュ５を介してのライト処理が行
なわれる。
は、バッファキャッシュ管理部４及びＦｌａｓｈディス
クドライバ部６により、一般的なファイルシステムと同
様な、バッファキャッシュ５を介してのライト処理が行
なわれる。
【００５４】以上のように動作する本実施形態によれ
ば、あるブロックに対して、ユーザプログラムがリード
処理しか行なっていない場合には、バッファキャッシュ
領域の割り当ては行われない。このため、無駄がなく実
行効率も良いファイルシステムを提供することができ
る。
ば、あるブロックに対して、ユーザプログラムがリード
処理しか行なっていない場合には、バッファキャッシュ
領域の割り当ては行われない。このため、無駄がなく実
行効率も良いファイルシステムを提供することができ
る。
【００５５】また、前述の説明から明らかなように、こ
の実施形態によれば、特別なハードウェアを必要とせず
に上述した処理を実行することができる。
の実施形態によれば、特別なハードウェアを必要とせず
に上述した処理を実行することができる。
【００５６】なお、本発明は、複数の機器（例えばホス
トコンピュータ，インタフェイス機器，リーダ，プリン
タなど）から構成されるシステムに適用しても、一つの
機器からなる装置（例えば、複写機，ファクシミリ装置
など）に適用してもよい。
トコンピュータ，インタフェイス機器，リーダ，プリン
タなど）から構成されるシステムに適用しても、一つの
機器からなる装置（例えば、複写機，ファクシミリ装置
など）に適用してもよい。
【００５７】また、本発明の目的は、前述した実施形態
の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードを記
録した記憶媒体を、システムあるいは装置に供給し、そ
のシステムあるいは装置のコンピュータ（またはＣＰＵ
やＭＰＵ）が記憶媒体に格納されたプログラムコードを
読出し実行することによっても、達成されることは言う
までもない。
の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードを記
録した記憶媒体を、システムあるいは装置に供給し、そ
のシステムあるいは装置のコンピュータ（またはＣＰＵ
やＭＰＵ）が記憶媒体に格納されたプログラムコードを
読出し実行することによっても、達成されることは言う
までもない。
【００５８】この場合、記憶媒体から読出されたプログ
ラムコード自体が前述した実施形態の機能を実現するこ
とになり、そのプログラムコードを記憶した記憶媒体は
本発明を構成することになる。
ラムコード自体が前述した実施形態の機能を実現するこ
とになり、そのプログラムコードを記憶した記憶媒体は
本発明を構成することになる。
【００５９】プログラムコードを供給するための記憶媒
体としては、例えば、フロッピディスク，ハードディス
ク，光ディスク，光磁気ディスク，ＣＤ−ＲＯＭ，ＣＤ
−Ｒ，磁気テープ，不揮発性のメモリカード，ＲＯＭな
どを用いることができる。
体としては、例えば、フロッピディスク，ハードディス
ク，光ディスク，光磁気ディスク，ＣＤ−ＲＯＭ，ＣＤ
−Ｒ，磁気テープ，不揮発性のメモリカード，ＲＯＭな
どを用いることができる。
【００６０】また、コンピュータが読出したプログラム
コードを実行することにより、前述した実施形態の機能
が実現されるだけでなく、そのプログラムコードの指示
に基づき、コンピュータ上で稼働しているＯＳ（オペレ
ーティングシステム）などが実際の処理の一部または全
部を行い、その処理によって前述した実施形態の機能が
実現される場合も含まれることは言うまでもない。
コードを実行することにより、前述した実施形態の機能
が実現されるだけでなく、そのプログラムコードの指示
に基づき、コンピュータ上で稼働しているＯＳ（オペレ
ーティングシステム）などが実際の処理の一部または全
部を行い、その処理によって前述した実施形態の機能が
実現される場合も含まれることは言うまでもない。
【００６１】さらに、記憶媒体から読出されたプログラ
ムコードが、コンピュータに挿入された機能拡張ボード
やコンピュータに接続された機能拡張ユニットに備わる
メモリに書込まれた後、そのプログラムコードの指示に
基づき、その機能拡張ボードや機能拡張ユニットに備わ
るＣＰＵなどが実際の処理の一部または全部を行い、そ
の処理によって前述した実施形態の機能が実現される場
合も含まれることは言うまでもない。
ムコードが、コンピュータに挿入された機能拡張ボード
やコンピュータに接続された機能拡張ユニットに備わる
メモリに書込まれた後、そのプログラムコードの指示に
基づき、その機能拡張ボードや機能拡張ユニットに備わ
るＣＰＵなどが実際の処理の一部または全部を行い、そ
の処理によって前述した実施形態の機能が実現される場
合も含まれることは言うまでもない。
【００６２】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
アドレスによるアクセスが可能な記憶媒体に対してブロ
ック単位のアクセスを行うファイルシステムにおいて、
データの読み出し時には該記憶媒体から直接ユーザプロ
グラムのメモリ領域へデータ転送することが可能とな
る。このため、読み出し時にはブロック単位のデータを
一時的に格納するためのバッファ領域を確保する必要が
なくなり、メモリの利用効率が向上する。
アドレスによるアクセスが可能な記憶媒体に対してブロ
ック単位のアクセスを行うファイルシステムにおいて、
データの読み出し時には該記憶媒体から直接ユーザプロ
グラムのメモリ領域へデータ転送することが可能とな
る。このため、読み出し時にはブロック単位のデータを
一時的に格納するためのバッファ領域を確保する必要が
なくなり、メモリの利用効率が向上する。
【００６３】
【図１】本実施形態によるファイルシステムの概念図で
ある。
ある。
【図２】上述の機能構成を実現するための概略のハード
構成を示すブロック図である。
構成を示すブロック図である。
【図３】本実施形態によるＦｌａｓｈＲＯＭの管理単位
を説明する図である。
を説明する図である。
【図４】本実施形態におけるマッピングテーブルの一例
を示す図である。
を示す図である。
【図５】本実施形態におけるＦｌａｓｈＲＯＭ管理のた
めのユニット管理テーブルの例を示す図である。
めのユニット管理テーブルの例を示す図である。
【図６】バッファキャッシュ管理部によるバッファキャ
ッシュの管理形態を説明する図である。
ッシュの管理形態を説明する図である。
【図７】本実施形態におけるファイルのリード処理を説
明するフローチャートである。
明するフローチャートである。
【図８】本実施形態によるライト処理の手順を説明する
フローチャートである。
フローチャートである。
【図９】本実施形態によるライト処理の手順を説明する
フローチャートである。
フローチャートである。
Claims (13)
- 【請求項１】 アドレス単位でのアクセスが可能な記憶
媒体のためのアクセス制御方法であって、 ユーザプログラムより指示されるアクセス要求に基づい
て前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行うための
ブロックアクセス情報を生成する生成工程と、 前記アクセス要求がデータ読み出し要求であった場合、
前記ブロックアクセス情報で指定されるアクセス先のブ
ロックに基づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレス
を算出する算出工程と、 前記算出工程で算出されたアクセスアドレスでもって前
記記憶媒体をアクセスし、得られたデータを前記ユーザ
プログラムの管理するメモリ領域へ転送する転送工程と
を備えることを特徴とするアクセス制御方法。 - 【請求項２】 前記アクセス要求がデータの書き込み要
求であった場合に、該要求によって指定される前記記憶
媒体のブロックの内容を一時的にバッファに保持する保
持工程と、 アクセス要求によってデータの読み出しが要求されたブ
ロックが前記バッファに保持されているか否かを判定す
る判定工程とを更に備え、 前記転送工程は、前記アクセス対象のブロックが前記バ
ッファに保持されていると判定された場合は、該当デー
タを前記バッファから前記ユーザプログラムの管理する
メモリ領域へ転送することを特徴とする請求項１に記載
のアクセス制御方法。 - 【請求項３】 前記転送工程は、前記算出工程で算出さ
れたアドレスをソースアドレスとし、前記ユーザプログ
ラムの管理するメモリ領域をディスティネーションアド
レスとしてメモリコピーを実行することを特徴とする請
求項１に記載のアクセス制御方法。 - 【請求項４】 前記記憶媒体はフラッシュメモリであ
り、 前記ブロックは、前記フラッシュメモリの消去単位を所
定数に分割したものであることを特徴とする請求項１乃
至３のいずれかに記載のアクセス制御方法。 - 【請求項５】 前記生成工程で生成されるブロックアク
セス情報が指定するブロックを前記フラッシュメモリ上
の実際のブロックに対応づけるマッピングテーブルを更
に備え、 前記算出工程は、前記ブロックアクセス情報で指定され
るアクセス先のブロックと前記マッピングテーブルとか
ら実際のアクセス先ブロックを得て、該実際のアクセス
先ブロックを前記フラッシュメモリへのアクセスアドレ
スに換算することを特徴とする請求項４に記載のアクセ
ス制御方法。 - 【請求項６】 アドレス単位でのアクセスが可能な記憶
媒体のためのアクセス制御装置であって、 ユーザプログラムより指示されるアクセス要求に基づい
て前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行うための
ブロックアクセス情報を生成する生成手段と、 前記アクセス要求がデータ読み出し要求であった場合、
前記ブロックアクセス情報で指定されるアクセス先のブ
ロックに基づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレス
を算出する算出手段と、 前記算出手段で算出されたアクセスアドレスでもって前
記記憶媒体をアクセスし、得られたデータを前記ユーザ
プログラムの管理するメモリ領域へ転送する転送手段と
を備えることを特徴とするアクセス制御装置。 - 【請求項７】 前記アクセス要求がデータの書き込み要
求であった場合に、該要求によって指定される前記記憶
媒体のブロックの内容を一時的に保持する保持手段と、 アクセス要求によってデータの読み出しが要求されたブ
ロックが前記保持手段に保持されているか否かを判定す
る判定手段とを更に備え、 前記転送手段は、前記アクセス対象のブロックが前記保
持手段に保持されていると判定された場合は、該当デー
タを該保持手段から前記ユーザプログラムの管理するメ
モリ領域へ転送することを特徴とする請求項６に記載の
アクセス制御装置。 - 【請求項８】 前記転送手段は、前記算出手段で算出さ
れたアドレスをソースアドレスとし、前記ユーザプログ
ラムの管理するメモリ領域をディスティネーションアド
レスとしてメモリコピーを実行することを特徴とする請
求項６に記載のアクセス制御装置。 - 【請求項９】 前記記憶媒体はフラッシュメモリであ
り、 前記ブロックは、前記フラッシュメモリの消去単位を所
定数に分割したものであることを特徴とする請求項６乃
至８のいずれかに記載のアクセス制御装置。 - 【請求項１０】 前記生成手段で生成されるブロックア
クセス情報が指定するブロックを前記フラッシュメモリ
上の実際のブロックに対応づけるマッピングテーブルを
更に備え、 前記算出手段は、前記ブロックアクセス情報で指定され
るアクセス先のブロックと前記マッピングテーブルとか
ら実際のアクセス先ブロックを得て、該実際のアクセス
先ブロックを前記フラッシュメモリへのアクセスアドレ
スに換算することを特徴とする請求項９に記載のアクセ
ス制御装置。 - 【請求項１１】 請求項１乃至５のいずれかに記載のア
クセス制御方法を実行するファイルシステム。 - 【請求項１２】 請求項１乃至５のいずれかに記載のア
クセス制御方法を実行する情報処理装置。 - 【請求項１３】 アドレス単位でのアクセスが可能な記
憶媒体へのアクセスをコンピュータに実行させるための
制御プログラムを格納するコンピュータ可読メモリであ
って、 ユーザプログラムより指示されるアクセス要求に基づい
て前記記憶媒体にブロック単位のアクセスを行うための
ブロックアクセス情報を生成する生成工程のコードと、 前記アクセス要求がデータ読み出し要求であった場合、
前記ブロックアクセス情報で指定されるアクセス先のブ
ロックに基づいて、前記記憶媒体へのアクセスアドレス
を算出する算出工程のコードと、 前記算出工程で算出されたアクセスアドレスでもって前
記記憶媒体をアクセスし、得られたデータを前記ユーザ
プログラムの管理するメモリ領域へ転送する転送工程の
コードとを備えることを特徴とするコンピュータ可読メ
モリ。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP21947998A JP2000057039A (ja) | 1998-08-03 | 1998-08-03 | アクセス制御方法及び装置及びファイルシステム及び情報処理装置 |
| US09/363,822 US6526472B2 (en) | 1998-08-03 | 1999-07-30 | Access control method, access control apparatus and computer readable memory storing access control program |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP21947998A JP2000057039A (ja) | 1998-08-03 | 1998-08-03 | アクセス制御方法及び装置及びファイルシステム及び情報処理装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000057039A true JP2000057039A (ja) | 2000-02-25 |
Family
ID=16736090
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP21947998A Withdrawn JP2000057039A (ja) | 1998-08-03 | 1998-08-03 | アクセス制御方法及び装置及びファイルシステム及び情報処理装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6526472B2 (ja) |
| JP (1) | JP2000057039A (ja) |
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