JP2001056774A - ファイル領域管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 空き領域を探すための処理時間を短縮し、フ
ァイルの割り付けや解放を高速で行う。 【解決手段】 空き領域のクラスタに対応する複数個の
ＦＡＴエントリ２２をリンクさせ、これらのＦＡＴエン
トリのうち、先頭のＦＡＴエントリに対するtopof free
ポインタ１２を管理領域上のスーパーブロック１０に設
ける。また、ファイルのデータのクラスタに対応するＦ
ＡＴエントリ２４のうち、末尾のＦＡＴエントリに対す
るtailポインタ１８をディレクトリエントリ領域１４に
設ける。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はファイル領域管理方
法に関し、特に、ユーザが扱うファイルやディレクトリ
を実際の物理的なディスク上に対応させて、ファイルや
ディレクトリ自体を構成するファイル領域管理方法に関
する。

【０００２】

【従来の技術】オーディオビデオ情報のデジタル化の進
展と、様々なネットワークサービスの普及は、それに素
早く、かつ柔軟に対応するために、汎用ＯＳ（オペレー
ティングシステム）の採用が欠かせなくなってきてい
る。

【０００３】一般的に広く使われているファイル領域管
理方法は、ＵＮＩＸ系のＯＳで一般的に用いられている
ビットマップとリストで管理する方法と、ＤＯＳやＷｉ
ｎｄｏｗｓで用いられているＦＡＴ（ファイルアロケー
ションテーブル）で管理する方法の２つに大別できる。

【０００４】図４は従来のＦＡＴファイルシステムの配
列を示した模式図である。図４を参照して、ＤＯＳやＷ
ｉｎｄｏｗｓのＦＡＴファイルシステムについて説明す
る。ＦＡＴファイルシステムは、ブートセクタ領域と、
２つのＦＡＴ、ディレクトリエントリ領域（ルートディ
レクトリエントリ領域）、及びデータ領域とで構成され
る。ＦＡＴ２はＦＡＴ１と同一の内容が記録されてお
り、ＦＡＴ１が壊れたときに参照される。

【０００５】ブートセクタ領域には、論理的なセクタ
長、トラック数、１トラック当たりのセクタ数などの記
録媒体の論理構造データであるＢＰＢ（BIOS Parameter
Block）や、ＤＯＳ／Ｗｉｎｄｏｗｓのブートストラッ
プローダが記録される。

【０００６】データ領域には、各ファイルのデータ本体
が分割されて格納され、幾つかの物理セクタ（物理ブロ
ック）をひとまとめにしたクラスタ（アロケーションブ
ロック）と呼ばれる単位で管理される。ＦＡＴには、デ
ータ領域上の一連のクラスタの構成を示す情報、すなわ
ちクラスタの使用状況が記録されている。したがって、
分割されたファイルのデータがクラスタを単位として記
録されているので、ファイルのデータのディスク上の物
理的な位置は常に連続しているわけではない。

【０００７】ＦＡＴファイルシステムは、ＤＯＳにおけ
るフロッピー（登録商標）ディスク、ハードディスクな
どのブロックデバイス上のファイルやディレクトリを実
際の物理的なディスク上に対応させ、ファイルやディレ
クトリ自体を構成する体系である。ＤＯＳのファイルシ
ステムは、ディレクトリエントリとＦＡＴという情報に
よって管理されている。

【０００８】図５は従来のＦＡＴエントリの一例を示す
説明図である。この例では、ＦＡＴエントリ２から始ま
るファイルは、データ領域のクラスタ番号002hに格納さ
れ、続いてクラスタ番号003h、さらに、以下クラスタ番
号004h、005hにその後のデータが格納されていることを
示している。ＦＡＴエントリ５にデータFFFh（ＥＯＦマ
ーク）が書き込まれていることから、クラスタ番号がこ
のファイルデータの最終記録位置である。また、ＦＡＴ
エントリの値が000ｈであるクラスタ６〜８は、空き領
域であることを示している。なお、末尾の「ｈ」は、そ
の値が１６進数であることを示している。

【０００９】ＦＡＴエントリのクラスタ番号は、ファイ
ルデータ本体が分割されて格納されるクラスタと１：１
に対応しており、ファイル本体を構成するデータ領域上
のクラスタ番号の集合のうち、それぞれ後に続くクラス
タ番号を保持している。したがって、たとえクラスタの
物理的な位置が離れていても、ＦＡＴの一連のクラスタ
番号を読み取っていけば、データ領域上に格納されてい
るクラスタを順に読み出し、分割されたファイル本体を
再構成することが可能である。また、後続するクラスタ
がないＦＡＴエントリ、すなわち、対応するクラスタが
各ファイルの最終クラスタである場合は、エンドマーク
としてユニークな値が書き込まれる。また、エンドマー
クの値が０であるＦＡＴエントリは空き領域であること
を意味する。ただし、各ファイルの一連のクラスタ番号
のうち、先頭のクラスタ番号だけはディレクトリエント
リに書き込まれている。

【００１０】図６は、図４に示したディレクトリエント
リ領域に記録されるディレクトリエントリのフォーマッ
トである。１つのディレクトリエントリは３２バイトで
構成され、ファイル名（名前）、拡張子、更新日時、先
頭クラスタ番号（開始クラスタ）、ファイルサイズなど
が記録される。

【００１１】ＦＡＴファイルシステムの長所としては、
以下のことが挙げられる。 （１）ＦＡＴチェーンを順に追えば、次々とファイルを
構成するクラスタがわかるので、シーケンシャルファイ
ルに向いている。 （２）ファイルの管理情報をあらかじめＲＡＭに読み込
み常駐させておき、オーディオビデオ情報の再生中に余
分なシークが発生しないようにしたい場合、ファイルの
位置情報を示す情報やルートディレクトリがＦＡＴとし
て１箇所に集中しているので、ＲＡＭへ常駐させやす
い。したがって、ＤＯＳやＷｉｎｄｏｗｓに限らず、他
の多くのＯＳでもサポートされることが多い。

【００１２】図７はＵＮＩＸのディレクトリとｉノード
テーブルの構成を示す模式図である。ＦＡＴファイルシ
ステムでは、ディレクトリエントリにファイル名とその
ファイルに関するタイムスタンプやアトリビュートなど
の情報が記録されていたのに対し、ＵＮＩＸの一般的な
ファイルシステムでは、ファイル名はディレクトリに、
ファイルに関連する情報はｉノードと呼ばれる領域に分
けて記録されることが多い。したがって、図７に示すよ
うにＵＮＩＸではひとつのファイルが、複数の名前を持
つことができる。そのときディレクトリには、ファイル
名以外に、そのファイルに対応するｉノード番号（ｉ
１、ｉ２など）だけが記録されるのが普通である。

【００１３】図８は、ＵＮＩＸの一般的なファイルシス
テムにおけるファイル領域の内部表現の一例を示す模式
図である。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、ユーザデータ領域をファイルに関
連付ける最小単位のクラスタから構成される。クラスタ
はアロケーションブロック又は単にブロックといわれる
ことも多く、通常、１クラスタは５１２Bytes又は１０
２４Bytesである。

【００１４】ｉノードには、そのファイルを構成するク
ラスタのアドレスを複数個保持するフィールドがある。
例えばクラスタのアドレスが１５個の場合、フィールド
０〜１４までの１５個あり、ファイルが１〜１２個のク
ラスタで記録できる場合には、個々のクラスタがそのフ
ィールドに記録される。このクラスタは間接クラスタ
（間接ブロック）と呼ばれる。

【００１５】１２個を超えるクラスタがファイルの記録
に必要な場合には、ファイルを構成するクラスタのアド
レスを保持するため、１〜２個のクラスタを割り付ける
必要がある。このクラスタは一重間接クラスタ（一重間
接ブロック）と呼ばれ、クラスタのアドレスをフィール
ド１２に保持する。それでもまだファイルを構成するク
ラスタのアドレスを保持するのに十分でなければ、さら
に間接クラスタ（間接ブロック）を複数設ける。このク
ラスタは二重間接クラスタ（二重間接ブロック）と呼ば
れ、クラスタのアドレスをフィールド１３に保持する。

【００１６】図８には不図示であるが、全ての二重間接
クラスタ（二重間接ブロック）を使ってもファイルを構
成するクラスタのアドレスを保持しきれない場合には、
さらに二重間接クラスタ（二重間接ブロック）のアドレ
スのリストを保持するクラスタを割り付ける。このクラ
スタは三重間接クラスタ（三重間接ブロック）と呼ばれ
る。ＦＡＴに比べると、この方法は少し複雑に見えるか
もしれない。しかし、実際にはプログラムのコーディン
グが少し面倒となる程度であり、ソフトウェアを実行す
るコンピュータの処理そのものには支障は生じない。

【００１７】ＵＮＩＸの一般的なファイルシステムの長
所としては、以下のことが挙げられる。 （１）ファイルやディスクの大きさに無関係に、領域を
無駄なく管理できる。 （２）任意のファイルポジションへジャンプする際、ジ
ャンプ先の物理アドレスを取得するには、ＦＡＴのよう
にチェーンをたどる必要がなく、ファイルポジションに
対応する直接クラスタや間接クラスタ（間接ブロック）
を参照するだけで済むので、ランダムアクセスが速い。 （３）ｉノードとディレクトリが分かれているので、長
いファイル名をサポートしても、ファイル入出力に与え
る影響が少ない。

【００１８】特開平７−１０５０５３号公報には、物理
的に連続したクラスタへファイルを記録するようにし
て、ファイルの格納時間、読み出し時間を短縮する画像
記録再生装置が開示されている。

【００１９】

【発明が解決しようとする課題】ＦＡＴファイルシステ
ムの短所としては、以下のことが挙げられる。 （１）ディスク全体のサイズが大きい場合、ＦＡＴ全体
のサイズやクラスタのサイズが巨大になり、多くの管理
情報アクセスが発生し、そのために多くのメモリを消費
する。 （２）ファイルの任意のポジションにシークしようとす
る時、ディスク上の実際のアドレスを知るために、ＦＡ
Ｔを順に頭から追わねばならないので、シークが遅い。 （３）ファイル名は、８＋３文字という制約がある。

【００２０】このうち、（１）についてはＷｉｎｄｏｗ
ｓ９５になって、新たにディスク領域の使用効率を向上
させる目的でＦＡＴ３２と呼ばれる拡張がなされたが、
結果的にはＦＡＴ全体のサイズも大きくなり、より多く
のメモリを消費するようになった。また、（３）につい
ても、ファイル名を８＋３文字とする制約を撤回する拡
張がなされたが、Ｗｉｎｄｏｗｓ９５では、極めて検索
効率が悪くなってしまっている。

【００２１】一方、ＵＮＩＸのファイルシステムの短所
は、ファイルや間接クラスタ（間接ブロック）の割り付
け、解放に処理時間がかかり、ファイルの記録や読み出
しの速度が遅いことが挙げられる。ＵＮＩＸの一般的な
ファイルシステムにおいて、ファイルや間接クラスタ
（間接ブロック）を割り付ける時に、ファイルシステム
はどのクラスタが未使用なのかを把握している必要があ
る。そのために、未使用のクラスタと１：１に対応した
ビットマップを用意している。

【００２２】このような方法では、クラスタを割り付け
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、解放すべきクラスタのアドレ
スのリストの１エントリずつに関して、対応するビット
を「空き」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情報など巨大化しやすいファイルの場
合、処理の反復回数が増加し、多くのＣＰＵリソースを
必要とする。

【００２３】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０（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。

【００２４】従来のファイルシステムの多くは、空き領
域をビットマップや、ＦＡＴの空きマークの形で記憶し
ている。したがって、空き領域を探すには、ビットマッ
プやＦＡＴ全体を操作しなければならず、その作業自体
は単純であるものの回数の多いループを伴い、結果的に
処理が遅くなる。また、普通のＦＡＴ方式では、ファイ
ルの末尾に新たな領域をつなげるために、そのファイル
に対応するＦＡＴエントリを順に最後まで走査しなけれ
ばならず、やはり回数の多いループを処理しなければな
らない。

【００２５】普通のコンピュータアプリケーションが扱
うファイルに比ベ、オーディオビデオ情報のファイルサ
イズは大きくなりがちであり、それにより汎用ＯＳのフ
ァイル管理のオーバヘッドも大きくなることがある。例
えば、６Mbpsで記録された２０分の短編映画に相当する
約８００ＭＢのファイルを削除するのに、手元のＰＣで
は２２秒を要した。各地の地域拠点に置いたビデオサー
バ、あるいは各家庭内のホームサーバに新たな番組を供
給しようとする際、それらのサーバの中に不用なファイ
ルがあれば瞬時に削除し、新たなファイルの記録のため
に利用しようとするような場合を考えると、この２２秒
という時間はかなり長いものと言える。しかも、もっと
長い番組であれば、さらに「分」のオーダの処理時間を
要することが予想され、実用的でない。

【００２６】本発明は上記従来の問題を鑑み、空き領域
を探すための処理時間が短縮され、ファイルの割り付け
や解放を高速で行うことを目的とする。

【００２７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明では、ファイルの割り付けと解放のため、Ｆ
ＡＴで表現されるディスク上の空き領域マップ及びファ
イルの領域を表現するリスト構造の変換を行うという一
般的な操作を省き、空き領域もファイルと同様にチェー
ン構造により記述し管理することにより、空き領域や個
々のファイル領域を表すチェーン情報の切り貼りだけで
済ませる。

【００２８】すなわち本発明によれば、複数のクラスタ
に分かれた記録媒体に記録されたファイルのデータを管
理するファイル領域管理方法において、空き領域のクラ
スタに対応する複数個のＦＡＴエントリをリンクさせる
ステップと、前記空き領域のクラスタに対応するＦＡＴ
エントリのうち、先頭のＦＡＴエントリへのポインタを
管理領域上に設けるステップと、ある１つのファイルの
データが記録されているクラスタに対応するＦＡＴエン
トリのうち、末尾のＦＡＴエントリへのポインタをディ
レクトリエントリ領域に設けるステップとを、有するこ
とを特徴とするファイル領域管理方法が提供される。

【００２９】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明のフ
ァイル領域管理方法について説明する。図１は本発明の
ファイル領域管理方法によりデータ構成が行われた状態
を示す模式図である。管理領域上にあるスーパーブロッ
ク１０と呼ばれるディスクボリュームの様々なパラメー
タを記憶しておくエリアに、先頭空き領域が用意され
る。先頭空き領域にはtop of freeポインタ１２を用意
する。そして、このtop of freeポインタ１２は空き領
域のクラスタに対応するＦＡＴエントリ２２のチェーン
構造の先頭にリンクさせる。なお本明細書では、チェー
ン構造の一端でありディレクトリエントリ領域などから
直接リンクされているＦＡＴエントリを先頭と呼ぶ。こ
れは図１のＦＡＴエントリＡに相当するものである。ま
た、上記先頭のＦＡＴエントリとは異なる別の一端で、
エンドマークを有するＦＡＴエントリを末尾と呼ぶ。こ
れは図１のＦＡＴエントリＣに相当するものである。

【００３０】またディレクトリエントリ領域１４には、
topポインタ１６及びtailポインタ１８を設ける。ＦＡ
Ｔ２０には、ファイルのデータのクラスタに対応する複
数のＦＡＴエントリが存在しており、同一ファイルのデ
ータのクラスタに対応するＦＡＴエントリ２４は従来の
ようにチェーン構造によりリンクしている。空き領域の
クラスタに対応するＦＡＴエントリ２２に関しても、チ
ェーン構造によりリンクさせる。topポインタ１６はフ
ァイルのデータのクラスタに対応するＦＡＴエントリ２
４のチェーン構造の先頭に、tailポインタ１８はファイ
ルのデータのクラスタに対応するＦＡＴエントリ２４の
チェーン構造の末尾にリンクしている。図１では、例と
して、ファイルのデータのクラスタに対応する３つのＦ
ＡＴエントリＡ、Ｂ、Ｃと空き領域のクラスタに対応す
る３つのＦＡＴエントリＦ、Ｇ、Ｈのみを図示して考え
る。

【００３１】ファイルのデータのクラスタに対応するＦ
ＡＴエントリ２４のうち、先頭のＦＡＴエントリとリン
クするものをディレクトリエントリ領域１４に置く。つ
まり図１において、ディレクトリエントリ領域１４に、
ＦＡＴ２０にあるＦＡＴエントリＡにリンクするtopポ
インタ１６を置く。ＦＡＴ２０においては、従来のチェ
ーン構造と同様、ＦＡＴエントリＡはＦＡＴエントリＢ
にリンクし、ＦＡＴエントリＢはＦＡＴエントリＣにリ
ンクしている。さらに、ファイルのデータのクラスタに
対応するＦＡＴエントリ２４のうち、末尾のＦＡＴエン
トリとリンクするものをディレクトリエントリ領域１４
に置く。つまり図１において、ディレクトリエントリ領
域１４に、ＦＡＴ２０にあるＦＡＴエントリＣにリンク
するtailポインタ１８を置く。

【００３２】空き領域に関しては、スーパーブロック１
０に、先頭空き領域（top of free）フィールドを用意
し、この領域に空いているクラスタに対応する情報を置
く。つまり図１において、スーパーブロック１０に先頭
空き領域を用意して、ＦＡＴにあるＦＡＴエントリＦに
リンクするtop of freeポインタ１２を置く。ＦＡＴに
おいては、ファイルのチェーン構造と同様、ＦＡＴエン
トリＦはＦＡＴエントリＧにリンクし、ＦＡＴエントリ
ＧはＦＡＴエントリＨにリンクする。このとき、これら
のＦＡＴエントリのチェーンの長さは、システムの状況
により任意に決定できる。したがって、ＦＡＴエントリ
Ｈはさらに空き領域を示す情報にリンクし、空き情報に
対応する任意のＦＡＴエントリにおいて、リンクを終わ
らせることが可能である。

【００３３】図１、図２、図３において、ＦＡＴエント
リ内の文字はそのＦＡＴエントリの次のリンク先であ
る。また矢印は、ＦＡＴエントリがリンクしていること
を表している。またendはエンドマークを表しており、
そのＦＡＴエントリが最終クラスタであることを示して
いる。

【００３４】図２は、ディレクトリエントリ領域１４に
対応するファイルに追記するため、さらにもう１クラス
タの領域を割り付けられた構成を示す模式図である。図
１の構成との差異は、top of freeポインタ１２がＦＡ
ＴエントリＧに、tailポインタ１８とＦＡＴエントリＣ
がＦＡＴエントリＦにリンクしている点である。

【００３５】図１の構成を図２の構成に変える方法とし
て、以下に例として挙げる方法が好ましい。まず、tail
ポインタ１８がリンクするＦＡＴエントリとtailポイン
タ１８そのものにtop of freeポインタ１２の内容をコ
ピーする。これにより、ＦＡＴエントリＣ及びtailポイ
ンタ１８はともに、ＦＡＴエントリＦにリンクする。次
に、top of freeポインタ１２に新たなtailポインタ１
８がリンクするＦＡＴエントリＦの内容をコピーする。
これにより、top of freeポインタ１２はＦＡＴエント
リＧにリンクする。そして、新たなtailポインタ１８が
リンクするＦＡＴエントリＦにエンドマークを記入す
る。以上の３つの単純なステップにより、ＦＡＴエント
リＡからＦＡＴエントリＢ、ＦＡＴエントリＢからＦＡ
ＴエントリＣにリンクし、さらにＦＡＴエントリＣはエ
ンドマークを有するＦＡＴエントリＦにリンクして、空
き情報のクラスタに対応するＦＡＴエントリＧ、ＦＡＴ
エントリＨへとつなげることが可能となる。

【００３６】図３は、ディレクトリエントリ領域１４に
対応するファイルが削除された構成を示す模式図であ
る。図１の構成との差異は、top of freeポインタ１２
がＦＡＴエントリＡにリンクしている点、topポインタ
１６及びtailポインタ１８がエンドマークを有している
点である。

【００３７】図１の構成を図３の構成に変える方法とし
て、以下に例として挙げる方法が好ましい。まず、tail
ポインタ１８がリンクするＦＡＴエントリにtop of fre
eポインタ１２の内容をコピーする。これにより、ＦＡ
ＴエントリＣはＦＡＴエントリＦにリンクする。次に、
top of freeポインタ１２にtopポインタ１６の内容をコ
ピーする。これにより、top of freeポインタ１２はＦ
ＡＴエントリＡにリンクする。そして、topポインタ１
６とtailポインタ１８にエンドマークを記入する。これ
により、topポインタ１６とtailポインタ１８はどこに
もリンクされなくなる。以上の３つの単純なステップに
より、ファイルが実際に占めていた領域を解放すること
ができる。

【００３８】上記２つの例においては、新たな領域の追
加及びファイルを構成していた領域の解放の例を示した
が、既存ファイルへの領域の追加やファイルの末尾の一
部を解放（ファイルのtruncate）なども、ほぼ同じ方法
で実現できる。また、ＤＯＳ／Ｗｉｎｄｏｗｓのディレ
クトリエントリ領域はＵＮＩＸのｉノードに相当してお
り、ＵＮＩＸにおいても本発明を実施することが可能で
ある。ＵＮＩＸにおいても、ファイルの割り付けや解放
の場合に、ビットマップを検索したり変換したりする時
間が短縮されて処理時間が短くなる。

【００３９】また、ここまでの例では、空き領域には末
尾へのポインタを設けなかったが、ファイルと同様に末
尾のポインタを設けてもよい。top of freeポインタと
同様に、スーパーブロックに設けるのが現実的である。
また、ＤＯＳ／Ｗｉｎｄｏｗｓにはスーパーブロックの
概念が無いので、ＢＰＢ（BIOS Parameter Block）やデ
ィレクトリエントリ領域内に末尾へのポインタを設ける
場所を新たに予約しておくのがよい。

【００４０】また、上で説明した削除の例では、ファイ
ルに使用していた領域を、空き領域の先頭にリンクする
ことで空きの状態に変化させたが、空き領域に末尾への
ポインタがあれば、それを参照することで、速やかに空
き領域の末尾に使用していた領域をリンクすることが可
能となる。これは、ポインタが増えてわずかながら管理
が煩雑になる反面、解放された直後の領域を優先的に使
うのではなく、空き領域をローテーションしながら使え
るため、例えば、フラッシュメモリのように、同じ領域
ばかりを何度も書き替えると寿命が短くなるようなスト
レージ・サブシステムで有効な管理方法となる。

【００４１】従来のファイル領域管理方法では、６Mbps
で記録された２０分の短編映画に相当する約８００Mbの
ファイルをrmコマンドで削除するのに要する時間は２
２．７４秒であった。一方、本発明のファイル領域管理
方法では、上記のファイルを削除するのに要する時間は
わずか０．１６秒であった。したがって、本発明のファ
イルシステムの処理速度は、既存のファイル領域管理方
法の処理速度の約１４０倍である。

【００４２】また、従来のファイル領域管理方法では、
原理的に言って、割り付け又は解放するファイル領域の
サイズに比例した処理時間を要する。一方、本発明のフ
ァイル領域管理方法ではファイル領域のサイズに無関係
に短時間に処理を終えることができる。

【００４３】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
空き領域もファイルと同様にチェーン構造により記述
し、さらにtailポインタを設けて管理することにより、
空き領域や個々のファイル領域を表すチェーン構造の切
り貼りだけで済ませ、ループを伴わずに空き領域を探す
ことが可能となる。その結果、空き領域を探すための処
理時間が短縮され、ファイルの割り付けや解放を高速で
行うことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のファイル領域管理方法によりデータ構
成が行われた状態を示す模式図である。

【図２】ディレクトリエントリ領域１４に対応するファ
イルに追記するため、さらにもう１クラスタの領域を割
り付けられた構成を示す模式図である。

【図３】ディレクトリエントリ領域１４に対応するファ
イルが削除された構成を示す模式図である。

【図４】従来のＦＡＴファイルシステムの配列を示した
模式図である。

【図５】従来のＦＡＴエントリの一例を示す説明図であ
る。

【図６】図４に示したルートディレクトリ領域に記録さ
れるディレクトリエントリのフォーマットである。

【図７】ＵＮＩＸのディレクトリとｉノードテーブルの
構成を示す模式図である。

【図８】ＵＮＩＸの一般的なファイルシステムにおける
ファイル領域の内部表現の一例を示す模式図である。

【符号の説明】

１０ スーパーブロック（管理領域） １２ top of freeポインタ １４ ディレクトリエントリ領域 １６ topポインタ １８ tailポインタ ２０ ＦＡＴ ２２ 空き領域のクラスタに対応するＦＡＴエントリ
（ＦＡＴエントリＦ、Ｇ、Ｈ） ２４ ファイルのデータのクラスタに対応するＦＡＴエ
ントリ（ＦＡＴエントリＡ、Ｂ、Ｃ）

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のクラスタに分かれた記録媒体に記
   録されたファイルのデータを管理するファイル領域管理
   方法において、 空き領域のクラスタに対応する複数個のＦＡＴエントリ
   をリンクさせるステップと、 前記空き領域のクラスタに対応するＦＡＴエントリのう
   ち、先頭のＦＡＴエントリへのポインタを管理領域上に
   設けるステップと、 ある１つのファイルのデータが記録されているクラスタ
   に対応するＦＡＴエントリのうち、末尾のＦＡＴエント
   リへのポインタをディレクトリエントリ領域に設けるス
   テップとを、 有することを特徴とするファイル領域管理方法。