JP2000148550A - ファイルの領域管理方法及び空き領域管理方法 - Google Patents
ファイルの領域管理方法及び空き領域管理方法Info
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- JP2000148550A JP2000148550A JP10327864A JP32786498A JP2000148550A JP 2000148550 A JP2000148550 A JP 2000148550A JP 10327864 A JP10327864 A JP 10327864A JP 32786498 A JP32786498 A JP 32786498A JP 2000148550 A JP2000148550 A JP 2000148550A
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- Japan
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- area
- block
- cluster
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 ファイルの書き込み時や消去の際に、装置側
の処理量を低減できると共に、装置側での空き領域の連
続性の把握を容易とする領域管理方法を提供する。 【解決手段】 記録媒体上の各ブロックそれぞれに対応
するエントリが、領域管理マップ上に用意されており、
そのエントリには、対応するブロックに割り付けられた
連続記録領域のブロックの個数情報を保持する第１フィ
ールドと、次の連続記録領域の先頭ブロックの位置情報
（アドレス）を保持する第２フィールドとを用意する。
の処理量を低減できると共に、装置側での空き領域の連
続性の把握を容易とする領域管理方法を提供する。 【解決手段】 記録媒体上の各ブロックそれぞれに対応
するエントリが、領域管理マップ上に用意されており、
そのエントリには、対応するブロックに割り付けられた
連続記録領域のブロックの個数情報を保持する第１フィ
ールドと、次の連続記録領域の先頭ブロックの位置情報
（アドレス）を保持する第２フィールドとを用意する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、情報ファイルの管
理方法に関するものであり、特に、ファイルの書き込み
時や消去の際に、装置側の処理量を低減できると共に、
装置側での空き領域の連続性の把握を容易とする領域管
理方法を提供するものである。
理方法に関するものであり、特に、ファイルの書き込み
時や消去の際に、装置側の処理量を低減できると共に、
装置側での空き領域の連続性の把握を容易とする領域管
理方法を提供するものである。
【０００２】
【従来の技術】一般的なファイルシステムにおいて、記
録媒体上のファイルの割り振り管理方法は、ビットマッ
プとリストで管理する方法、ファイル・アロケーション
・テーブル(FAT)と呼ばれる管理単位に対応した表で管
理する方法のふたつに大別できる。
録媒体上のファイルの割り振り管理方法は、ビットマッ
プとリストで管理する方法、ファイル・アロケーション
・テーブル(FAT)と呼ばれる管理単位に対応した表で管
理する方法のふたつに大別できる。
【０００３】ビットマップとリストで管理する方法を、
UNIXの典型的なファイルシステムを例にとり、図８を使
って説明する。UNIXの典型的なファイルシステムのパー
ティションは、少なくとも、ファイルの所有者IDやファ
イルの格納場所、ファイルの日付などのファイルの特徴
を保持するiノードと、データブロック領域をファイル
に関連付ける最小単位のアロケーション・ブロック(後
述のFATファイルシステムでは、クラスタに相当)から構
成される。
UNIXの典型的なファイルシステムを例にとり、図８を使
って説明する。UNIXの典型的なファイルシステムのパー
ティションは、少なくとも、ファイルの所有者IDやファ
イルの格納場所、ファイルの日付などのファイルの特徴
を保持するiノードと、データブロック領域をファイル
に関連付ける最小単位のアロケーション・ブロック(後
述のFATファイルシステムでは、クラスタに相当)から構
成される。
【０００４】iノードには、そのファイルを構成するデ
ータブロックのアドレスを複数(この例では15個)保持す
るフィールド0〜14があり、ファイルを1〜12個のデータ
ブロックで記録できる場合には、個々のデータブロック
のアドレスがそのフィールドに記録される(直接ブロッ
ク)。
ータブロックのアドレスを複数(この例では15個)保持す
るフィールド0〜14があり、ファイルを1〜12個のデータ
ブロックで記録できる場合には、個々のデータブロック
のアドレスがそのフィールドに記録される(直接ブロッ
ク)。
【０００５】12個を超えるデータブロックがファイルの
記録に必要な場合には、アドレスを保持するフィールド
が不足するので、ファイルを構成するデータブロックの
アドレスを保持するためにも1〜2個のデータブロックを
割り付け(一重間接ブロック)、そのアドレスをフィール
ド12に保持する。
記録に必要な場合には、アドレスを保持するフィールド
が不足するので、ファイルを構成するデータブロックの
アドレスを保持するためにも1〜2個のデータブロックを
割り付け(一重間接ブロック)、そのアドレスをフィール
ド12に保持する。
【０００６】それでもまだファイルを構成するデータブ
ロックのアドレスを保持するのに十分でなければ、間接
ブロックを複数設け、その間接ブロックのアドレスの並
びを保持するデータブロック(二重間接ブロック)を割り
付け、そのアドレスをフィールド13に保持する。
ロックのアドレスを保持するのに十分でなければ、間接
ブロックを複数設け、その間接ブロックのアドレスの並
びを保持するデータブロック(二重間接ブロック)を割り
付け、そのアドレスをフィールド13に保持する。
【０００７】全ての二重間接ブロックを使ってもファイ
ルを構成するデータブロックのアドレスを保持しきれな
い場合には、二重ブロックのアドレスのリストを保持す
るデータブロック(三重間接ブロック)を割り付ける。そ
のアドレスをフィールド14に保持する。
ルを構成するデータブロックのアドレスを保持しきれな
い場合には、二重ブロックのアドレスのリストを保持す
るデータブロック(三重間接ブロック)を割り付ける。そ
のアドレスをフィールド14に保持する。
【０００８】ファイルや間接ブロックを割り付ける時
に、OSのファイルシステムは、どのデータブロックが未
使用なのかを把握している必要がある。そのために、デ
ータブロックに1:1対応したビットマップを用意するの
が普通である。
に、OSのファイルシステムは、どのデータブロックが未
使用なのかを把握している必要がある。そのために、デ
ータブロックに1:1対応したビットマップを用意するの
が普通である。
【０００９】DOSで使われるFATファイルシステムは、上
に述べたのと異なるデータブロックの管理方法を採用し
ている。その例は特開平7-105053号公報の「従来の技
術」に記載されている。
に述べたのと異なるデータブロックの管理方法を採用し
ている。その例は特開平7-105053号公報の「従来の技
術」に記載されている。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】上記従来例で問題とな
るのは、既存のファイルシステムでの書き込みやファイ
ル消去の際の処理量の多さである。例えば、先に述べた
UNIXの典型的ファイルシステムでは、データブロックを
割り当てる際にビットマップから空き領域を検索しそれ
をアドレスのリストに変換しなければならない。また、
逆にファイルを消去する時には、解放すべきデータブロ
ックのアドレスのリストの1エントリずつ順に、対応す
るビットを『空き』にマークしなければならない。これ
らの処理自体は単純な反復処理であるが、圧縮しても情
報量が多くなりがちなAV情報のように巨大化し易いファ
イルの場合、処理の反復回数が増加し、意外に多くのCP
Uリソースを必要とする。
るのは、既存のファイルシステムでの書き込みやファイ
ル消去の際の処理量の多さである。例えば、先に述べた
UNIXの典型的ファイルシステムでは、データブロックを
割り当てる際にビットマップから空き領域を検索しそれ
をアドレスのリストに変換しなければならない。また、
逆にファイルを消去する時には、解放すべきデータブロ
ックのアドレスのリストの1エントリずつ順に、対応す
るビットを『空き』にマークしなければならない。これ
らの処理自体は単純な反復処理であるが、圧縮しても情
報量が多くなりがちなAV情報のように巨大化し易いファ
イルの場合、処理の反復回数が増加し、意外に多くのCP
Uリソースを必要とする。
【００１１】FATファイルシステムでのファイル削除も
同様で、それまでファイルを構成するクラスタの識別番
号を保持していた全てのFATエントリをゼロ(対応するク
ラスタが空き領域であることを意味する)にクリアしな
ければならない。また、いずれの方法もファイル作成時
に空き領域の連続性を簡単には把握できず、記録しよう
とするファイルの大きさに応じた連続領域を確保しよう
とするのは困難であった。
同様で、それまでファイルを構成するクラスタの識別番
号を保持していた全てのFATエントリをゼロ(対応するク
ラスタが空き領域であることを意味する)にクリアしな
ければならない。また、いずれの方法もファイル作成時
に空き領域の連続性を簡単には把握できず、記録しよう
とするファイルの大きさに応じた連続領域を確保しよう
とするのは困難であった。
【００１２】本発明は、ファイルの書き込み時や消去の
際に、装置側の処理量を低減できると共に、装置側での
空き領域の連続性の把握を容易とする領域管理方法を提
供することを目的としている。
際に、装置側の処理量を低減できると共に、装置側での
空き領域の連続性の把握を容易とする領域管理方法を提
供することを目的としている。
【００１３】
【課題を解決するための手段】そこで、上記課題を解決
するために本発明は、 （１）記録媒体上の複数のブロック(またはクラスタ)に
分かれた領域に記録されるファイルの領域管理方法であ
って、ファイル管理マップ上に前記ファイルの先頭ブロ
ック(または先頭クラスタ)の位置情報が保持され、領域
管理マップ上に個々のブロック(またはクラスタ)に対応
するエントリを設け、前記エントリに、そのエントリに
対応するブロック(またはクラスタ)に割り付けられた連
続記録領域のブロック(またはクラスタ)の個数情報を保
持するフィールドと、前記連続記録領域の次に割り当て
られた連続記録領域の先頭ブロック(またはクラスタ)の
位置情報を保持するフィールドとを設けたことを特徴と
するファイルの領域管理方法、を提供すると共に、
するために本発明は、 （１）記録媒体上の複数のブロック(またはクラスタ)に
分かれた領域に記録されるファイルの領域管理方法であ
って、ファイル管理マップ上に前記ファイルの先頭ブロ
ック(または先頭クラスタ)の位置情報が保持され、領域
管理マップ上に個々のブロック(またはクラスタ)に対応
するエントリを設け、前記エントリに、そのエントリに
対応するブロック(またはクラスタ)に割り付けられた連
続記録領域のブロック(またはクラスタ)の個数情報を保
持するフィールドと、前記連続記録領域の次に割り当て
られた連続記録領域の先頭ブロック(またはクラスタ)の
位置情報を保持するフィールドとを設けたことを特徴と
するファイルの領域管理方法、を提供すると共に、
【００１４】（２）記録媒体上の複数のブロック(また
はクラスタ)に分かれた領域に分散する空き領域の管理
方法であって、ファイル管理マップ上に前記空き領域の
先頭ブロック(または先頭クラスタ)の位置情報が保持さ
れ、領域管理マップ上に個々のブロック(またはクラス
タ)に対応するエントリを設け、前記エントリに、その
エントリに対応するブロック(またはクラスタ)に割り付
けられた連続空き領域のブロック(またはクラスタ)の個
数情報を保持するフィールドと、前記連続空き領域の次
に割り当てられた連続空き領域の先頭ブロック(または
クラスタ)の位置情報を保持するフィールドとを設けた
ことを特徴とする空き領域管理方法、を提供するもので
ある。
はクラスタ)に分かれた領域に分散する空き領域の管理
方法であって、ファイル管理マップ上に前記空き領域の
先頭ブロック(または先頭クラスタ)の位置情報が保持さ
れ、領域管理マップ上に個々のブロック(またはクラス
タ)に対応するエントリを設け、前記エントリに、その
エントリに対応するブロック(またはクラスタ)に割り付
けられた連続空き領域のブロック(またはクラスタ)の個
数情報を保持するフィールドと、前記連続空き領域の次
に割り当てられた連続空き領域の先頭ブロック(または
クラスタ)の位置情報を保持するフィールドとを設けた
ことを特徴とする空き領域管理方法、を提供するもので
ある。
【００１５】
【発明の実施の形態】本発明は、ファイルを構成するデ
ータ・ブロック(またはクラスタ)を管理する際に、その
アドレスだけでなく、先頭データ・ブロック(またはク
ラスタ)からの連続領域の長さをも管理する。これによ
り、ファイル書き込みの前段階のオーバヘッドの主たる
要因である空き領域をファイルに割り当てる処理を軽減
する。また、ファイル削除の際のオーバヘッドの主要因
であるファイル領域の解放処理を軽減する。
ータ・ブロック(またはクラスタ)を管理する際に、その
アドレスだけでなく、先頭データ・ブロック(またはク
ラスタ)からの連続領域の長さをも管理する。これによ
り、ファイル書き込みの前段階のオーバヘッドの主たる
要因である空き領域をファイルに割り当てる処理を軽減
する。また、ファイル削除の際のオーバヘッドの主要因
であるファイル領域の解放処理を軽減する。
【００１６】図１と図３を用いて、本発明のファイルの
領域管理方法の一実施例におけるファイルの読み出しの
ための位置決め方法を説明する。図１は、ファイルが不
連続な3つの領域に分散している例である。
領域管理方法の一実施例におけるファイルの読み出しの
ための位置決め方法を説明する。図１は、ファイルが不
連続な3つの領域に分散している例である。
【００１７】ファイルに対応するiノード（iノードはフ
ァイル管理マップ上にある）に「top of file」のポイ
ンタを用意する。そこには、そのファイルの先頭ブロッ
クのアドレスが記憶されている。記録媒体上の各ブロッ
クそれぞれに対応するエントリが、領域管理マップ上に
用意されており、そのエントリには、対応するブロック
に割り付けられた連続記録領域のブロックの個数情報を
保持する第１フィールドと、次の連続記録領域の先頭ブ
ロックの位置情報（アドレス）を保持する第２フィール
ドとを用意する。
ァイル管理マップ上にある）に「top of file」のポイ
ンタを用意する。そこには、そのファイルの先頭ブロッ
クのアドレスが記憶されている。記録媒体上の各ブロッ
クそれぞれに対応するエントリが、領域管理マップ上に
用意されており、そのエントリには、対応するブロック
に割り付けられた連続記録領域のブロックの個数情報を
保持する第１フィールドと、次の連続記録領域の先頭ブ
ロックの位置情報（アドレス）を保持する第２フィール
ドとを用意する。
【００１８】従来のFATとの違いは、そのブロックに連
続した記録領域が、そのファイルのために割り付けられ
ていれば、その連続量（ブロックの個数情報）を第１フ
ィールドに保持させる点である。
続した記録領域が、そのファイルのために割り付けられ
ていれば、その連続量（ブロックの個数情報）を第１フ
ィールドに保持させる点である。
【００１９】図１の例では、ファイルが、ブロック・ア
ドレス aからa+i-1の第１の連続領域と、第１の連続領
域の次に割り当てられたbからb+j-1の第２の連続領域、
そして、第２の連続領域の次に割り当てられたcからc+k
-1の第３の連続領域の3つの連続領域に分割されてい
る。例えば、このファイルのn番目のブロックのアドレ
スは、図３のような流れのseek (top of file, n)を呼
び出すことによって求められる。例えば、簡単のため、
i=j=k=3の場合を例にとり、n=8番目のブロックのアドレ
スを知る場合、このループを2回まわった時点で n(=8) < y(=i+j=6) + t[c].length(=3) が成り立ち、ループの出口の分岐を抜けた時点で、xの
値はc(=t[b].next)となっている。このxは、このファイ
ルを構成するy番目+1のブロックのアドレスであるか
ら、xを起点としてn-y-1番目のアドレスが、ファイルの
n番目のブロックは、 c+1(=c+n-y-1) と知ることができる。
ドレス aからa+i-1の第１の連続領域と、第１の連続領
域の次に割り当てられたbからb+j-1の第２の連続領域、
そして、第２の連続領域の次に割り当てられたcからc+k
-1の第３の連続領域の3つの連続領域に分割されてい
る。例えば、このファイルのn番目のブロックのアドレ
スは、図３のような流れのseek (top of file, n)を呼
び出すことによって求められる。例えば、簡単のため、
i=j=k=3の場合を例にとり、n=8番目のブロックのアドレ
スを知る場合、このループを2回まわった時点で n(=8) < y(=i+j=6) + t[c].length(=3) が成り立ち、ループの出口の分岐を抜けた時点で、xの
値はc(=t[b].next)となっている。このxは、このファイ
ルを構成するy番目+1のブロックのアドレスであるか
ら、xを起点としてn-y-1番目のアドレスが、ファイルの
n番目のブロックは、 c+1(=c+n-y-1) と知ることができる。
【００２０】なお、図３において、t[x].nextは、ブロ
ックxに対応するエントリの続きのブロックのポインタ
のフィールドの内容を意味し、t[x].lengthはブロックx
に対応するエントリの長さフィールドの値を意味する。
ックxに対応するエントリの続きのブロックのポインタ
のフィールドの内容を意味し、t[x].lengthはブロックx
に対応するエントリの長さフィールドの値を意味する。
【００２１】ブロック毎にチェインを追わねばならなか
った従来のFAT方式では、8番目のブロックを知るため
に、7つのチェインを追う必要があったのに対し、本実
施例では3つのチェインを追うだけで済み、位置決めの
高速化が図れる。
った従来のFAT方式では、8番目のブロックを知るため
に、7つのチェインを追う必要があったのに対し、本実
施例では3つのチェインを追うだけで済み、位置決めの
高速化が図れる。
【００２２】図２は、本発明の空き領域管理方法の一実
施例を示す図であり、ファイルのi-nodeの代わりに、ス
ーパー・ブロック（ファイル管理マップ上にある）と呼
ばれるディスク・ボリュームの様々なパラメタを記憶す
るエリアに、空き領域の先頭ブロックのアドレスを保持
するフィールドを持つ例である。
施例を示す図であり、ファイルのi-nodeの代わりに、ス
ーパー・ブロック（ファイル管理マップ上にある）と呼
ばれるディスク・ボリュームの様々なパラメタを記憶す
るエリアに、空き領域の先頭ブロックのアドレスを保持
するフィールドを持つ例である。
【００２３】空き領域をファイルに割り付ける例を説明
する。図１のファイルに、更にnブロックの領域を追加
してみる。ここでは、簡単のため、空き領域のn番目の
ブロックが第qブロックからm個連続する領域の中のブロ
ックq'であると仮定する。q'の位置は、図３の手順で、
seek (top of free, n+1)を呼び出すことによってq+n-l
と知ることができる。
する。図１のファイルに、更にnブロックの領域を追加
してみる。ここでは、簡単のため、空き領域のn番目の
ブロックが第qブロックからm個連続する領域の中のブロ
ックq'であると仮定する。q'の位置は、図３の手順で、
seek (top of free, n+1)を呼び出すことによってq+n-l
と知ることができる。
【００２４】n個の空き領域を得るために、第qブロック
と第q'ブロックに対応するを更新し、図２を図４のよう
に変形する。次に、図１のファイルに図４の空き領域の
nブロックを連列し、図５のような形にする。図４と図
５の着色部分が更新したフィールドである。
と第q'ブロックに対応するを更新し、図２を図４のよう
に変形する。次に、図１のファイルに図４の空き領域の
nブロックを連列し、図５のような形にする。図４と図
５の着色部分が更新したフィールドである。
【００２５】次に、もし、p=c+kなら、すなわち、連結
したブロックcで始まる連続領域とpで始まる連続領域が
連続しているなら、更に、このふたつの領域をまとめ、
図６のようにすると良い。この例ではp=c+kが成り立っ
た場合について描いたが、pとqの大小関係は、空き領域
に順序よくチェインされているとは限定しておらず、こ
の限定を設けない場合には、p以外の全ての連続領域と
の関係、すなわち、q=c+kの関係も調べる必要がある。
もし、これが成り立っていれば、図７のような形にな
る。
したブロックcで始まる連続領域とpで始まる連続領域が
連続しているなら、更に、このふたつの領域をまとめ、
図６のようにすると良い。この例ではp=c+kが成り立っ
た場合について描いたが、pとqの大小関係は、空き領域
に順序よくチェインされているとは限定しておらず、こ
の限定を設けない場合には、p以外の全ての連続領域と
の関係、すなわち、q=c+kの関係も調べる必要がある。
もし、これが成り立っていれば、図７のような形にな
る。
【００２６】従来のFATやビットマップによる空き領域
の管理方法では、n個の空きブロックを探すのに、空き
ブロックを1つずつ探し、個々のブロックに対応するFAT
エントリやリストを1ブロックずつ追加しなければなら
なかったのに対し、この方式では複数のブロックをまと
めて処理できるために、効率良く空き領域の割り付けが
可能である。
の管理方法では、n個の空きブロックを探すのに、空き
ブロックを1つずつ探し、個々のブロックに対応するFAT
エントリやリストを1ブロックずつ追加しなければなら
なかったのに対し、この方式では複数のブロックをまと
めて処理できるために、効率良く空き領域の割り付けが
可能である。
【００２７】また、図２から図４において、説明を簡単
にするために、空き領域の先頭からnブロックを得た。
より一般的に考えて、フラグメンテーションの発生を避
けるために、n＋α以上のブロックが連続しており、か
つ、最も連続量の小さいブロック群を割り付けるような
手法を採りたい時にも、いちいちFATエントリやビット
マップの空きマークをカウントしなくても、一目瞭然に
連続量を判別できる。よって、本手法の実現が容易にな
り、ここでは説明のためにファイルを幾つかの領域に分
散させたが、本方法はこのようなフラグメンテーション
そのものを発生しにくくできる。
にするために、空き領域の先頭からnブロックを得た。
より一般的に考えて、フラグメンテーションの発生を避
けるために、n＋α以上のブロックが連続しており、か
つ、最も連続量の小さいブロック群を割り付けるような
手法を採りたい時にも、いちいちFATエントリやビット
マップの空きマークをカウントしなくても、一目瞭然に
連続量を判別できる。よって、本手法の実現が容易にな
り、ここでは説明のためにファイルを幾つかの領域に分
散させたが、本方法はこのようなフラグメンテーション
そのものを発生しにくくできる。
【００２８】ここまで、空き領域をファイルに追加する
例を述べたが、ファイルを短くする場合にも同様の手法
で実現できる。基本的には、空き領域をファイルに追加
する代わりに、ファイルを空き領域に追加するように、
それらのファイルと空き領域を入れ替えて読み替えれば
良い。
例を述べたが、ファイルを短くする場合にも同様の手法
で実現できる。基本的には、空き領域をファイルに追加
する代わりに、ファイルを空き領域に追加するように、
それらのファイルと空き領域を入れ替えて読み替えれば
良い。
【００２９】ファイルと違って空き領域には有効なデー
タが書き込まれていないので、チェインをどのように組
み直すかは、ここでは特に言及しない。
タが書き込まれていないので、チェインをどのように組
み直すかは、ここでは特に言及しない。
【００３０】本発明は、必ずしも、記録媒体上のスーパ
ー・ブロックやiノードに、以上に説明したようなフィ
ールドを設けなくても良い。フロッピー（登録商標）・
ディスクや、MO、CD-ROMなど、他の機械とのデータ交換
に供する記録媒体は既存のファイル・フォーマットとの
互換性も重要である。従って、それらのスーパー・ブロ
ックやiノード、あるいは、それに類する領域をコンピ
ュータの作業域に展開する時に、このようなフィールド
を持ったエントリの形に展開することも考えられ、書き
込みの場合は逆変換を施し、記録媒体上に展開する。要
するに、領域管理マップを、記録媒体を読み書きする装
置の作業用メモリに展開するようにしてもよい。
ー・ブロックやiノードに、以上に説明したようなフィ
ールドを設けなくても良い。フロッピー（登録商標）・
ディスクや、MO、CD-ROMなど、他の機械とのデータ交換
に供する記録媒体は既存のファイル・フォーマットとの
互換性も重要である。従って、それらのスーパー・ブロ
ックやiノード、あるいは、それに類する領域をコンピ
ュータの作業域に展開する時に、このようなフィールド
を持ったエントリの形に展開することも考えられ、書き
込みの場合は逆変換を施し、記録媒体上に展開する。要
するに、領域管理マップを、記録媒体を読み書きする装
置の作業用メモリに展開するようにしてもよい。
【００３１】もちろん、HDDのような、他との機械との
データ交換の少ない記録媒体ならば、媒体上のフォーマ
ットを変換する手間を省くために、記録媒体上のフォー
マットもここまでに説明したような形にしておくと良
い。(即ち、上記の領域管理マップを記録媒体上の専用
領域に書き込む。）
データ交換の少ない記録媒体ならば、媒体上のフォーマ
ットを変換する手間を省くために、記録媒体上のフォー
マットもここまでに説明したような形にしておくと良
い。(即ち、上記の領域管理マップを記録媒体上の専用
領域に書き込む。）
【００３２】
【発明の効果】以上の通り、本発明のファイルの領域管
理方法は、ファイル消去時のファイル領域解放の処理量
を軽減できる。また、本発明の空き領域管理方法は、フ
ァイル書き込み時の空き領域の割り付け処理量を軽減で
きる。さらに、空き領域の連続性を把握しやすくでき
る。
理方法は、ファイル消去時のファイル領域解放の処理量
を軽減できる。また、本発明の空き領域管理方法は、フ
ァイル書き込み時の空き領域の割り付け処理量を軽減で
きる。さらに、空き領域の連続性を把握しやすくでき
る。
【図１】本発明のファイルの領域管理方法の一実施例を
示す図である。
示す図である。
【図２】本発明の空き領域管理方法の一実施例を示す図
である。
である。
【図３】各実施例の動作を説明するための図である。
【図４】空き領域管理方法の一実施例を説明するための
図である。
図である。
【図５】空き領域管理方法の一実施例を説明するための
図である。
図である。
【図６】空き領域管理方法の一実施例を説明するための
図である。
図である。
【図７】空き領域管理方法の一実施例を説明するための
図である。
図である。
【図８】従来のファイル領域管理を説明するための図で
ある。
ある。
Claims (2)
- 【請求項1】記録媒体上の複数のブロック(またはクラス
タ)に分かれた領域に記録されるファイルの領域管理方
法であって、 ファイル管理マップ上に前記ファイルの先頭ブロック
(または先頭クラスタ)の位置情報が保持され、 領域管理マップ上に個々のブロック(またはクラスタ)に
対応するエントリを設け、 前記エントリに、 そのエントリに対応するブロック(またはクラスタ)に割
り付けられた連続記録領域のブロック(またはクラスタ)
の個数情報を保持するフィールドと、 前記連続記録領域の次に割り当てられた連続記録領域の
先頭ブロック(またはクラスタ)の位置情報を保持するフ
ィールドとを設けたことを特徴とするファイルの領域管
理方法。 - 【請求項２】記録媒体上の複数のブロック(またはクラ
スタ)に分かれた領域に分散する空き領域の管理方法で
あって、 ファイル管理マップ上に前記空き領域の先頭ブロック
(または先頭クラスタ)の位置情報が保持され、 領域管理マップ上に個々のブロック(またはクラスタ)に
対応するエントリを設け、 前記エントリに、 そのエントリに対応するブロック(またはクラスタ)に割
り付けられた連続空き領域のブロック(またはクラスタ)
の個数情報を保持するフィールドと、 前記連続空き領域の次に割り当てられた連続空き領域の
先頭ブロック(またはクラスタ)の位置情報を保持するフ
ィールドとを設けたことを特徴とする空き領域管理方
法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10327864A JP2000148550A (ja) | 1998-11-18 | 1998-11-18 | ファイルの領域管理方法及び空き領域管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10327864A JP2000148550A (ja) | 1998-11-18 | 1998-11-18 | ファイルの領域管理方法及び空き領域管理方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000148550A true JP2000148550A (ja) | 2000-05-30 |
Family
ID=18203833
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10327864A Withdrawn JP2000148550A (ja) | 1998-11-18 | 1998-11-18 | ファイルの領域管理方法及び空き領域管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000148550A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8019800B2 (en) | 2008-04-04 | 2011-09-13 | Panasonic Corporation | Access device, information recording device, information recording system, file management method, and program |
| US9201787B2 (en) | 2012-09-28 | 2015-12-01 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Storage device file system and block allocation |
-
1998
- 1998-11-18 JP JP10327864A patent/JP2000148550A/ja not_active Withdrawn
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8019800B2 (en) | 2008-04-04 | 2011-09-13 | Panasonic Corporation | Access device, information recording device, information recording system, file management method, and program |
| US9201787B2 (en) | 2012-09-28 | 2015-12-01 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Storage device file system and block allocation |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20040930 |
|
| A761 | Written withdrawal of application |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A761 Effective date: 20060824 |