JP2001243723A

JP2001243723A - 記録装置および方法

Info

Publication number: JP2001243723A
Application number: JP2000054248A
Authority: JP
Inventors: Hirobumi Todo; 博文藤堂; Makoto Yamada; 誠山田
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2000-02-29
Filing date: 2000-02-29
Publication date: 2001-09-07

Abstract

(57)【要約】【課題】ファイルアクセスの際のポインタ情報が分断
せず、常に高速なアクセスが可能とする。【解決手段】ディスク１のリードイン及びボリューム
情報領域の外側から、領域ＤＡＮ−１〜ＤＡＮ−３が配
される。ＤＡＮ−１には、ディスク１の使用領域がビッ
トマップで示されると共に、ルートディレクトリのファ
イルエントリ（ＦＥ）の位置が示される。ＤＡＮ−２に
は、ルートディレクトリやサブディレクトリのＦＥ及び
実体が配される。ＤＡＮ−２の空き領域情報が空き領域
管理テーブルとしてメモリ上に記憶される。ＤＡＮ−３
には、ＤＡＮ−２の情報から参照されるファイルのＦＥ
及び実体が配される。ディスク１がドライブに挿入され
ると、ＤＡＮ−２がスキャンされ空き領域管理テーブル
が作成される。サブディレクトリが追加されると、メモ
リ上に管理される空き領域情報が変更されると共に、Ｄ
ＡＮ−２が実際に変更される。メモリ上でＤＡＮ−２の
空き領域が管理されるため、サブディレクトリの追加や
変更を高速に行うことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、書き換え可能
で、特に大容量のデータを記録可能なディスク状記録媒
体にデータを記録する記録方法および装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、ＤＶＤ(Digital Versatile Disk)
に代表される、高密度光ディスクの開発が進み、それに
伴い、規格の標準化が進められた。この標準化により、
ＵＤＦ(Universal Disk Format)が策定された。ＤＶＤ
が書き換え可能とされたＤＶＤ−ＲＡＭ(DVD-Random Ac
cess Memory)は、このＵＤＦに従った論理フォーマット
が用いられる。また、ＣＤ−ＲＯＭ(Compact Disc-Read
Only Memory)が書き込み可能とされたＣＤ−Ｒや、書
き換え可能とされＣＤ−ＲＷも、このＵＤＦを適用可能
である。

【０００３】ＵＤＦにおいては、階層的なファイルシス
テムが用いられ、ルートディレクトリに格納された情報
からサブディレクトリが参照され、サブディレクトリに
格納された情報から、さらに別のサブディレクトリの参
照や、実体的なファイルの参照がなされる。

【０００４】上述について、より具体的に説明する。デ
ィスク上の記録領域は、セクタを最小単位としてアクセ
スされ、例えばＤＶＤ−ＲＡＭでは、ディスクの内側か
ら外側へとアクセスがなされる。最内周側から、リード
イン領域に続けてボリューム情報が書き込まれる領域
（ここでは、システム領域とする）が配され、ここに、
ルートディレクトリのファイルエントリ(File Entry:以
下、ＦＥと略称する)が書き込まれる位置が示される。
ＦＥは、ルートディレクトリ、サブディレクトリおよび
ファイルのアドレスと長さの情報であるアロケーション
ディスクリプタ(Allocation Descriptor:以下、ＡＤと
略称する)からなる。

【０００５】ルートディレクトリのＦＥにおいて、ＡＤ
によって実体としてのルートディレクトリの論理アドレ
スと長さとが示される。ルートディレクトリは、１また
は複数のファイル識別記述子(File Identifier Descrip
tor:以下、ＦＩＤと略称する)を含み、ＦＩＤによっ
て、ルートディレクトリ下にあるサブディレクトリのＦ
ＥやファイルのＦＥが参照される。これらのＦＥによっ
て、それぞれ対応するサブディレクトリやファイルの実
体が参照される。また、サブディレクトリの実体は、さ
らに１または複数のＦＩＤを含む。すなわち、ＵＤＦに
おいて、ルートディレクトリ以外は、ＦＩＤおよびＦＥ
をポインタとして、ＦＩＤ、ＦＥおよび実体の順にアク
セスが行われる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ＵＤＦで
は、上述のＦＩＤ、ＦＥおよび実体は、記録可能な領域
のどこに書き込んでも良いとされている。ＦＩＤ、ＦＥ
および実体は、互いに関連する情報であっても、離れた
アドレスに書き込むことができる。また、ＦＩＤ、ＦＥ
および実体が書き込まれるアドレスは、アクセスされる
順番になっていなくても良いとされている。

【０００７】図１０は、このように規定された従来のＵ
ＤＦによる、ディスク上のデータ配置の例を示す。ディ
スク２００の最内周にリードイン領域２０１が配され、
リードイン領域２０１の外側にシステム領域２０２が配
される。ルートディレクトリの実体２０３は、例えばシ
ステム領域２０２の外側に配される。

【０００８】一例として、ルートディレクトリからサブ
ディレクトリを介してファイルにアクセスする場合につ
いて説明する。ルートディレクトリの実体２０３のＦＩ
Ｄに基づき、ルートディレクトリの実体２０３から物理
的に離れたアドレスにあるサブディレクトリのＦＥ２０
４が参照される。さらに、サブディレクトリのＦＥ２０
４のＡＤに基づき、サブディレクトリのＦＥ２０４から
離れたアドレスにあるサブディレクトリの実体２０５が
参照される。同様にして、サブディレクトリの実体２０
５のＦＩＤが参照されてサブディレクトリの実体２０５
から離れたアドレスにあるファイルのＦＥ２０６が参照
され、このファイルのＦＥ２０６のＡＤにより、ファイ
ルのＦＥ２０６から離れたアドレスにあるファイルの実
体２０７が参照される。

【０００９】別の例として、ルートディレクトリからフ
ァイルを直接的に参照する場合でも、ルートディレクト
リの実体２０３のＦＩＤが参照され、ルートディレクト
リの実体２０３から離れたアドレスにあるファイルのＦ
Ｅ２０８が参照され、ファイルのＦＥ２０８のＡＤによ
り、ファイルのＦＥ２０８から離れたアドレスにあるフ
ァイルの実体２０９が参照される。

【００１０】このように、従来では、ディスク上にディ
レクトリやファイルの情報が点在すると、その情報を読
みとるのに時間がかかってしまうという問題点があっ
た。

【００１１】すなわち、互いに離れたアドレスに存在す
るポインタを参照して一つのファイルのアクセスするの
では、ディスクのシーク時間が余計にかかってしまい、
速やかなアクセスができないという問題点があった。特
に、光ディスクや光磁気ディスクのように、ハードディ
スクなどに比べてアクセスが遅いディスク状記録媒体で
は、この問題が顕著である。

【００１２】この問題を解消するために、例えば、ＦＩ
ＤやＦＥなどのポインタ情報を、ディスクの所定領域に
まとめて記録することも考えられる。しかしながら、こ
の場合でも、ディスク上において例えばファイルの削除
が行われるのに伴い対応するＦＥなどが削除された際に
生じた空きアドレスに対して、次にファイルが書き込ま
れてしまうことがある。このようなことが生じると、当
初まとめて記録されていたポインタ情報などが分断さ
れ、上述のような問題が発生してしまうという問題点が
あった。また、ディスクにアクセスするために、どうし
てもアクセス時間が多くかかってしまうという問題点が
あった。

【００１３】したがって、この発明の目的は、ファイル
アクセスの際のポインタ情報に、高速にアクセス可能な
記録装置および方法を提供することにある。

【００１４】

【課題を解決するための手段】この発明は、上述の問題
を解決するために、階層的なファイルシステムに基づき
データをディスク状記録媒体に記録する記録方法におい
て、ファイルシステムの階層構造を管理する管理情報を
ディスク状記録媒体の特定領域に記録するようにしたと
共に、特定領域中の未使用領域の情報をメモリ上で管理
するようにしたことを特徴とする記録方法である。

【００１５】また、この発明は、階層的なファイルシス
テムに基づきデータをディスク状記録媒体に記録する記
録装置において、ファイルシステムの階層構造を管理す
る管理情報をディスク状記録媒体の特定領域に記録する
ようにしたと共に、特定領域中の未使用領域の情報をメ
モリ上で管理するようにしたことを特徴とする記録装置
である。

【００１６】上述したように、この発明は、階層的なフ
ァイルシステムに基づきデータをディスク状記録媒体に
記録する記録方法において、ファイルシステムの階層構
造を管理する管理情報をディスク状記録媒体の特定領域
に記録するようにしたと共に、特定領域中の未使用領域
の情報をメモリ上で管理するようにしているため、特定
領域中の未使用領域に高速にアクセスすることができ、
管理情報の更新を高速に行うことができる。

【００１７】

【発明の実施の形態】以下、この発明の実施の第１の形
態を、図面を参照しながら説明する。図１は、この発明
によるディスク状記録媒体１の論理フォーマットを、デ
ィスクの形状に対応付けて示す。このディスク状記録媒
体１の論理フォーマットは、従来例で上述したＵＤＦ(U
niversal Disk Format)に準ずるものである。ディスク
状記録媒体１（以下、ディスク１と称する）において、
最内周にリードイン領域１０が配される。リードイン領
域１０の外側から論理セクタ番号（ＬＳＮ：Logical Se
ctor Number）が割り当てられ、順に、ボリューム情報
領域１１、領域ＤＡＮ(Data Area Number)−１、ＤＡＮ
−２、ＤＡＮ−３およびボリューム情報領域１２が配さ
れ、最外周にリードアウト領域１３が配される。領域Ｄ
ＡＮ−１〜ＤＡＮ−３には、論理ブロック番号が割り当
てられる。

【００１８】図２は、ボリューム情報領域１１および１
２の一例の内容を示す。ボリューム情報領域１１には、
ＵＤＦの規定に基づき、ＶＲＳ(Volume Recognition Se
quence)、ＭＶＤＳ(Main Volume Descriptor)およびＬ
ＶＩＳ(Logical Volume Integrity Sequence)が書き込
まれる。ボリューム情報領域１１の終端には、アンカー
ポイントが置かれる。また、ボリューム情報領域１１の
内容は、リードアウト領域１３の内側のボリューム情報
領域１２にＲＶＤＳ(Reserve Volume DescriptorSequen
ce)として２度書きされる。ボリューム情報領域１２の
先頭および終端には、アンカーポイントが置かれる。ボ
リューム情報領域１２の終端のアンカーポイントは、最
終論理セクタ番号に対応する。

【００１９】論理セクタ番号が２７２から（最終論理セ
クタ番号−２７２）の間は、ＬＶＳ(Logical Volume Sp
ace)とされ、パーティション領域が設けられる。このＬ
ＶＳに、上述の領域ＤＡＮ−１〜ＤＡＮ−３が配され
る。ＬＶＳの最内周側に設けられる領域ＤＡＮ−１は、
ＵＤＦの規定に基づくＦＳＤ(File Set Descriptor)お
よびＳＢＤ(Space Bitmap Descriptor)からなる。ＳＢ
Ｄは、ディスク１の全体の空きエリア情報を、セクタ毎
にフラグを立てることで表現する。また、領域ＤＡＮ−
１には、ファイルシステムの階層構造のルートディレク
トリのＦＥのアドレスが示される。

【００２０】領域ＤＡＮ−２は、ディレクトリのＦＥ(F
ile Entry)と、その実体のＦＩＤ(File ID)とが置かれ
る領域である。すなわち、これらディレクトリのＦＥと
その実体のＦＩＤとは、領域ＤＡＮ−２にまとめて記録
されることになる。領域ＤＡＮ−２は、後述するフォー
マット時に、予め所定の容量が連続的に確保される。詳
細は後述するが、領域ＤＡＮ−２の未使用領域は、特定
の属性が付されたファイルとして確保される。以下、こ
の領域ＤＡＮ−２の未使用領域からなるファイルを、Ｅ
ＩＦ(Entry Information File)と称する。未使用領域を
ＥＩＦとしてファイル化して扱うことで、上述のＳＢＤ
において、この未使用領域が空きエリアとして認識され
ないようにできる。

【００２１】なお、従来例で既に述べたが、ＦＥは、フ
ァイルやディレクトリの実体の場所（アドレス）および
大きさを示す。ＦＥ中のＡＤ(Allocation Descriptor)
によって、これらの情報が記される。また、ＦＩＤは、
ファイルやディレクトリの名前と、ＦＥの場所（アドレ
ス）および大きさを示す。ＦＩＤ中のＩＣＢ(Informati
on Control Block)によってこれらの情報が記される。

【００２２】領域ＤＡＮ−３には、ファイルのＦＥとそ
の実体とが置かれる領域である。領域ＤＡＮ−３におい
て、ファイルのＦＥとそのＦＥに対応したファイルは、
アドレス的に連続して配置される。ファイルを追加する
際には、既存のファイルに対してアドレス的に連続的
に、追加されるファイルのＦＥが配置され、さらに、ア
ドレス的に連続してファイルの実体が配置される。この
ように、ファイルのＦＥおよび実体をアドレス的に連続
して配置することにより、ファイルへのアクセスを高速
に行うことができる。

【００２３】図３および図４を用いて、この発明による
ディレクトリ、ファイルおよび空きエリアの管理方法に
ついて説明する。図３は、上述の図１に対して、領域Ｄ
ＡＮ−１〜ＤＡＮ−３を抜き出した図である。ここで
は、データの記録方向は、図３に一例が示されるよう
に、反時計回りであるものとする。図４は、各ＦＥ、Ｆ
ＩＤおよび実体の一例の階層構造を示す。

【００２４】例えば、ルートディレクトリのＦＥがＬＳ
Ｎ＝ａから開始されるとする。ルートディレクトリのＦ
Ｅ中のＡＤによって、ルートディレクトリの実体のアド
レスおよび大きさが示される。ルートディレクトリのア
ドレスは、ルートディレクトリのＦＥと連続的に配置で
きるようにされており、例えばＬＳＮ＝ａ＋１とされ
る。ルートディレクトリの実体は、１以上のＦＩＤを含
む。ルートディレクトリのサブディレクトリ（以下、サ
ブディレクトリと略称する）のＦＥの名前、アドレスお
よび大きさがＦＩＤに記される。サブディレクトリのＦ
Ｅは、ルートディレクトリの実体と連続的になるように
配置され、例えばＬＳＮ＝ａ＋２とされる。このサブデ
ィレクトリのＦＥ中のＡＤによって、当該サブディレク
トリの実体のアドレスおよび大きさが記される。このサ
ブディレクトリの実体のアドレスは、当該サブディレク
トリのＦＥと連続的になるように配置され、例えばＬＳ
Ｎ＝ａ＋３とされる。サブディレクトリに実体は、１以
上のＦＩＤを含み、ファイルや他のサブディレクトリの
ＦＥの名前、アドレスおよび大きさが記される。

【００２５】各ＦＥ、ＦＩＤおよび実体がこのように参
照されることで、図４に一例が示されるように、領域Ｄ
ＡＮ−２の最内周の所定位置に配置されたルートディレ
クトリのＦＥに対して連続的に、ルートディレクトリの
実体およびルートディレクトリのサブディレクトリ情報
などが配置される。

【００２６】一方、図３を参照し、ルートディレクトリ
の実体中のＦＩＤによって、ＥＩＦのＦＥの名前、アド
レスおよび大きさが記される。そして、ＥＩＦのＦＥ中
のＡＤによって、ＥＩＦの実体のアドレスおよび大きさ
が記される。このように、ＥＩＦはファイルとして扱わ
れるので、他のファイルと同様に、ＦＥによってそのア
ドレスおよび大きさが示される。

【００２７】ＥＩＦのＦＥは、図４に一例が示されるよ
うに、例えばＥＩＦの実体よりも後ろに配置される。Ｅ
ＩＦの実体の開始および／または終了アドレス、ならび
に、大きさは、後述するように、領域ＤＡＮ−２に書き
込まれる各情報の量によって変動する。

【００２８】以上、ルートディレクトリのＦＥ、ルート
ディレクトリの実体、ルートディレクトリのサブディレ
クトリのＦＥ、ルートディレクトリのサブディレクトリ
の実体、ＥＩＦのＦＥおよびＥＩＦの実体は、領域ＤＡ
Ｎ−２に配置される。

【００２９】領域ＤＡＮ−３には、ファイルのＦＥおよ
びファイルの実体が配置される。ファイルの実体は、実
際にユーザデータなどが書き込まれる領域である。図３
に一例が示されるように、ルートディレクトリの実体中
のＦＩＤによって名前、アドレスおよび大きさが記され
たファイルのＦＥは、領域ＤＡＮ−３に配置される。こ
のときの、ファイルのＦＥの開始アドレスをＬＳＮ＝ｄ
とする。ファイルのＦＥ中のＡＤによって、当該ファイ
ルの実体のアドレスおよび大きさが示される。ファイル
の実体は、当該ファイルのＦＥと連続的になるように配
置され、例えば開始アドレスがＬＳＮ＝ｄ＋１とされ
る。

【００３０】上述したように、領域ＤＡＮ−２は、この
ディスク１のフォーマット処理時に予め確保される。次
に、このディスク１の一例のフォーマット方法につい
て、概略的に説明する。なお、リードイン領域１０およ
びリードアウト領域１３は、例えばディスク１の製造の
プレス行程の際に予め作成されるなどして、フォーマッ
ト処理以前から既に存在するものとする。フォーマット
処理は、ディスク１の内周側から外周側にかけて進めら
れる。

【００３１】フォーマット処理が開始されると、最初
に、上述したＶＲＳ、ＭＶＤＳおよびＬＶＩＳがリード
イン領域１０の外側から書き込まれる。次に、ＬＶＳが
作成される。ＬＶＳにおいて、先ず、領域ＤＡＮ−１が
作成される。ＦＳＤが書き込まれ、ルートディレクトリ
の位置が決められる。そして、ＳＢＤが作成される。こ
のときに、上述したＥＩＦの領域をＳＢＤにおいて使用
済み領域とすることで、ＥＩＦの領域が確保される。

【００３２】ＳＢＤが作成され領域ＤＡＮ−１が作成さ
れると、次に、領域ＤＡＮ−１の外側から領域ＤＡＮ−
２が作成される。領域ＤＡＮ−２の作成において、先
ず、領域ＤＡＮ−１で書き込まれたＦＳＤに基づき、所
定アドレスにルートディレクトリＦＥおよびルートディ
レクトリの実体が連続的に書き込まれる。次に、作成さ
れたルートディレクトリの実体に、ＥＩＦのＦＩＤが追
加される。このＦＩＤにおいて、ＥＩＦのＦＥのアドレ
スが指定される。

【００３３】このとき、ＥＩＦの属性がＦＩＤ中に指定
される。指定されるＥＩＦの属性は、ＥＩＦが他の機器
やＯＳ(Operating System)によって消去、書き換え、移
動などが行われないようにするためのものである。例え
ば「隠しファイル属性」、「システムファイル属性」お
よび「読み出し専用ファイル属性」が、共にＥＩＦの属
性として指定される。

【００３４】「隠しファイル属性」は、この属性が設定
されたファイルを通常の方法では閲覧できなくする属性
である。「システムファイル属性」は、この属性が設定
されたファイルがシステムのために必要なファイルであ
ることを示す属性である。「読み出し専用ファイル属
性」は、この属性が設定されたファイルが読み出し専用
であって、変更や消去がシステムによって禁止されるこ
とを示す属性である。これら３つの属性を共にファイル
に指定することで、意図的な操作以外には、そのファイ
ルに対する消去、書き換え、移動などの処理を行うこと
ができなくされる。なお、これらの属性は、所定の方法
で解除することができる。

【００３５】次に、ＥＩＦのＦＥが作成される。上述し
たように、ＦＥでは、当該ファイルのアドレスと大きさ
が指定される。したがって、ＦＥを指定するだけで、当
該ファイルが存在することになり、ダミーファイルとし
て用いることができる。ＥＩＦのＦＥには、「読み出し
専用ファイル属性」および「システムファイル属性」が
指定される。

【００３６】このように、領域ＤＡＮ−２内にＥＩＦを
存在させることで、領域ＤＡＮ−２の空きエリアをＥＩ
Ｆによって確保することができる。上述したように、Ｄ
ＡＮ−２には、フォーマット処理後に、サブディレクト
リのＦＥおよび実体が書き込まれる。このときには、Ｅ
ＩＦの領域を削って、これらサブディレクトリのＦＥお
よび実体が領域ＤＡＮ−２に作成される。

【００３７】なお、詳細は後述するが、領域ＤＡＮ−２
の作成順は、上述の順序に限られず、他の順序で行うよ
うにしても良い。このとき当然、領域ＤＡＮ−２におけ
る各情報の配置順序も変わってくる。

【００３８】このようにして領域ＤＡＮ−２が作成され
る。領域ＤＡＮ−２の外側は領域ＤＡＮ−３であるが、
領域ＤＡＮ−３では、特に何も処理が行われない。例え
ば、領域ＤＡＮ−３として指定される領域を飛び越して
次の処理がなされる。領域ＤＡＮ−３の次は、ＲＶＤＳ
が作成される。これは、上述したように、先に作成され
たＶＲＳ、ＭＶＤＳおよびＬＶＩＳの情報が２度書きさ
れる。ＲＶＤＳが作成されて、ディスク１のフォーマッ
ト処理が完了される。

【００３９】なお、上述では、領域ＤＡＮ−２におい
て、ルートディレクトリのＦＥおよび実体を書き込んで
からＥＩＦを作成し、さらにＥＩＦのＦＥを作成するよ
うに説明したが、これはこの例に限定されない。この実
施の第１の形態では、ＥＩＦのＦＥが配置される場所ア
ドレスが固定的なものとされる。ＥＩＦのＦＥの配置場
所としては、（１）ルートディレクトリの前、（２）ル
ートディレクトリの後、（３）領域ＤＡＮ−２とＤＡＮ
−３との間、この３通りが考えられる。図５Ａ〜図５Ｅ
を参照しながら、それぞれの場合についての領域ＤＡＮ
−２におけるＥＩＦの作成方法について説明する。

【００４０】なお、図５Ａ〜図５Ｅにおいて、ブロック
全体が領域ＤＡＮ−２に対応し、左端が領域ＤＡＮ−１
の終端に対応するものとする。すなわち、ＬＳＮは、図
の左端から右端に向けて増加する。また、図５および後
述の図６において、ディレクトリは「Ｄｉｒ」と略称さ
れている。

【００４１】図５Ａは、領域ＤＡＮ−２の先頭側にルー
トディレクトリのＦＥおよび実体が配され、領域ＤＡＮ
−２の終端にＥＩＦのＦＥが配される例である。ＥＩＦ
の実体は、ルートディレクトリの実体の終端からＥＩＦ
のＦＥの先頭の間の領域とされる。この図５Ａの例で
は、ルートディレクトリの実体中の、ＥＩＦのＦＩＤに
よって、領域ＤＡＮ−２の終端側に配されるＥＩＦのＦ
Ｅのアドレスが示される。そして、ＥＩＦのＦＥによ
り、アドレスを遡ってＥＩＦの実体の開始アドレスが示
される。

【００４２】この図５Ａの例では、ルートディレクトリ
の実体に続けて、領域ＤＡＮ−２に対してサブディレク
トリの情報（ＦＥおよび実体）などの追加が行われる。
ＥＩＦの実体は、先頭側から領域を削られ、ＥＩＦのＦ
Ｅ中のＡＤに記されたＥＩＦの開始アドレス情報が書き
換えられる。

【００４３】この図５Ａの例において、ＥＩＦのＦＥの
アドレスを、予め決められたアドレスにしておくこと
で、ルートディレクトリの実体中のＦＩＤを参照しなく
ても、ＥＩＦにアクセスすることができるようになる。
したがって、ルートディレクトリの実体中の、ＥＩＦに
対応するＦＩＤが書き換えられることが無い。そのた
め、例えばＥＩＦが何らかの原因で書き換えられるなど
して壊されても、ＥＩＦのＦＥが残っていれば、ＥＩＦ
を容易に復元することができる。

【００４４】図５Ｂは、領域ＤＡＮ−２の先頭側にＥＩ
ＦのＦＥおよびＥＩＦの実体が配され、領域ＤＡＮ−２
の終端側にルートディレクトリの実体およびＦＥが配さ
れる例である。ルートディレクトリの実体中のＦＩＤに
よって、アドレスを遡ってＥＩＦのＦＥが示され、ＥＩ
ＦのＦＥ中のＡＤによって、ＥＩＦの実体が示される。

【００４５】この図５Ｂの例では、ＥＩＦの実体の先頭
側から削られて、領域ＤＡＮ−２に対するサブディレク
トリの情報の追加が行われる。ＥＩＦのＦＥも、それに
伴い書き換えられる。なお、図５Ｂの例では、終端側に
配されるルートディレクトリのＦＥは、フォーマット処
理後に指定される。例えばルートディレクトリがフォー
マット処理後に作成され、その際に、ルートディレクト
リのＦＥが作成される。

【００４６】通常、コンピュータシステムなどでは、ル
ートディレクトリからディスクのアクセスを行うため、
この図５Ｂの例のように、ＥＩＦのＦＥおよび実体の後
にルートディレクトリのＦＥおよび実体を配置すること
で、ＥＩＦのＦＥおよび実体に対する安全性が高まる。

【００４７】以下同様にして、図５Ｃは、ルートディレ
クトリのＦＥの前にＥＩＦのＦＥを配置する例である。
すなわち、領域ＤＡＮ−２の先頭側にＥＩＦのＦＥとル
ートディレクトリのＦＥとを配置し、それに続けてルー
トディレクトリの実体およびＥＩＦの実体が配される。
また、図５Ｄは、領域ＤＡＮ−２の先頭側にＥＩＦのＦ
Ｅおよび実体が配され、終端側にルートディレクトリの
ＦＥおよび実体が配される例である。さらに、図５Ｅ
は、領域ＤＡＮ−２の先頭側にルートディレクトリのＦ
Ｅおよび実体が配され、終端側にＥＩＦのＦＥおよび実
体が配される例である。

【００４８】次に、フォーマット処理後にサブディレク
トリを追加する方法について、より詳細に説明する。上
述したように、サブディレクトリのＦＥおよび実体は、
領域ＤＡＮ−２内に、ＥＩＦの実体の領域が削られて作
成される。上述の図５Ａの場合を例にとって、図６を参
照しながら説明する。なお、図６において、各部の意味
は、上述の図５と同じである。

【００４９】図６Ａは、フォーマット処理直後の様子を
示す。この図６Ａは、上述の図５Ａに対応する図であ
る。この状態に対して、サブディレクトリの追加を行
う。先ず、図６Ｂに示されるように、ルートディレクト
リの実体に対して、サブディレクトリを示すＦＩＤの追
加が行われる。このとき、ＥＩＦの実体のエリアのサイ
ズを小さくするように、ＦＩＤが追加される。これは、
実際には、ルートディレクトリの実体が置かれている最
後のセクタが一杯になった場合に、ＥＩＦの実体が削ら
れる。そうでない場合は、削る必要はない。

【００５０】次に、サブディレクトリのＦＥを追加する
ため、ＥＩＦのサイズをさらに小さくする（図６Ｃ）。
この場合には、ＥＩＦの実体を必ず削る必要がある。さ
らに、図６Ｄに示されるように、サブディレクトリの実
体を追加するために、ＥＩＦの実体のサイズをさらに小
さくする。また、これまでのＥＩＦの実体のサイズの変
更を反映するように、ＥＩＦのＦＥの情報が書き換えら
れる。

【００５１】上述ではサブディレクトリを追加する例に
ついて説明したが、この方法は、ルートディレクトリに
ファイルを追加する場合にも、そのまま適用することが
可能である。

【００５２】なお、例えば上述した図５Ｅの例のよう
に、サブディレクトリのＦＥの場所にＥＩＦのＦＥが存
在するような場合も考えられる。この場合には、ＥＩＦ
のＦＥを他のセクタに移動した後に、ＥＩＦに対応する
ＦＩＤのアドレス情報を更新する必要がある。図５Ａの
ような構成では、このような処理の必要は、無い。

【００５３】次に、ルートディレクトリに対してファイ
ルを追加する処理について、図７を用いて説明する。上
述したように、ファイルのＦＥおよび実体は、領域ＤＡ
Ｎ−３に配置される。ルートディレクトリにファイルを
追加する際には、ルートディレクトリの実体中に、追加
されるファイルのＦＩＤが追加して書き込まれる。この
とき、必要であれば、領域ＤＡＮ−２のＥＩＦのサイズ
が削られ、それに伴い、ＥＩＦのＦＥが書き換えられ
る。

【００５４】ルートディレクトリの実体中に追加されＡ
ＦＩＤに示されるアドレスに、追加されるファイル（フ
ァイルＡとする）のＦＥが作成される。ファイルＡの実
体は、このファイルＡのＦＥに対し、アドレス的に連続
して書き込まれる。さらにファイルＢ、ファイルＣ、・
・・と書き込む場合には、直前に書き込まれたファイル
Ａの実体の後端に、アドレス的に連続してファイルＢの
ＦＥが作成され、このＦＥに対し、アドレス的に連続し
てファイルＢの実体が書き込まれる。次のファイルＣに
ついても同様に、ファイルＣのＦＥが直前のファイルＢ
の後端から、アドレス的に連続して作成され、ファイル
ＣのＦＥに対し、ファイルＣの実体がアドレス的に連続
的に書き込まれる。

【００５５】このように、ファイルのＦＥの直後に当該
ファイルの実体を配置することで、連続的なアクセスが
可能になる。さらに、複数のファイルについて、連続的
に配置すると、これら複数ファイルの連続的なアクセス
をより高速に行うことができる。

【００５６】ところで、例えば領域ＤＡＮ−２に置かれ
た一つのルートディレクトリ下に、多くのサブディレク
トリを追加したような場合、ルートディレクトリの実体
中のＦＩＤや、サブディレクトリのＦＥおよび実体が多
数、追加されることになる。この結果、追加されたＦＩ
ＤやサブディレクトリのＦＥおよび実体によって、領域
ＤＡＮ−２が一杯になってしまうことが考えられる。

【００５７】この発明においては、このような場合、若
しディスク１の全体的な容量に余裕があれば、領域ＤＡ
Ｎ−３の、ファイルが存在する位置の外側に、新たに領
域ＤＡＮ−２およびＤＡＮ−３を作成するようにでき
る。以下、この新たな領域ＤＡＮ−２およびＤＡＮ−３
を、領域ＤＡＮ−２’および領域ＤＡＮ−３’と称す
る。

【００５８】図８は、領域ＤＡＮ−２’および領域ＤＡ
Ｎ−３’を概略的に示す。領域ＤＡＮ−２’は、領域Ｄ
ＡＮ−２に既に存在するＥＩＦのＦＥにおいて、既存の
ＡＤに対してＡＤ’を追加して、ＥＩＦのファイルサイ
ズを増加させることで形成される。追加されたＡＤ’に
は、上述した、領域ＤＡＮ−３のファイルが存在する位
置の外側を示すアドレスが記されると共に、領域ＤＡＮ
−２’として追加するＥＩＦ’の大きさが記される。こ
の追加されるＥＩＦ’の外側が、新たに形成される領域
ＤＡＮ−３とされる。ルートディレクトリに追加される
サブディレクトリのＦＥおよび実体は、この領域ＤＡＮ
−２’に書き込まれ、ファイルは、領域ＤＡＮ−３’に
書き込まれる。

【００５９】また、このとき、既存の領域ＤＡＮ−１に
あるＳＢＤが、領域ＤＡＮ−２’に作成されたＥＩＦ’
に対応して書き換えられる。これにより、領域ＤＡＮ−
２’に作成されたＥＩＦ’の領域が確保される。

【００６０】ＥＩＦは、何らかの理由で破壊されてしま
うことが有り得る。ＥＩＦが破壊されてしまうと、ファ
イルの実体が領域ＤＡＮ−３に存在するにも関わらず、
そのファイルを参照する情報（サブディレクトリのＦＥ
および実体など）が失われてしまい、実質的にそのファ
イルにアクセスできなくなるのである。そのため、ＥＩ
Ｆが破壊された場合には、これを復元する必要がある。

【００６１】ＥＩＦの復元は、次のようにして行われ
る。一例として、ＥＩＦが消去され、同じディレクトリ
にファイルの追加が行われたような場合、ルートディレ
クトリの実体にあるＥＩＦのＦＩＤが消去されることに
なる。

【００６２】第１の場合として、ルートディレクトリの
実体中のＦＩＤだけが消去され、ＥＩＦのＦＥの場所が
残り、且つ、ＥＩＦのＦＥの場所が分かっている場合が
ある。この場合には、残っているＥＩＦのＦＥに基づき
ＥＩＦのＦＩＤを作成し、作成されたＦＩＤを、ルート
ディレクトリの実体に追加することで、復元することが
できる。

【００６３】また、第２の場合として、ＥＩＦのＦＥの
場所が分からなくなっていること場合考えられる。この
ときには、領域ＤＡＮ−２の全域をスキャンして再計算
し、ＥＩＦのＦＩＤとＦＥを新規に作成することで、復
元することができる。例えば、領域ＤＡＮ−２をスキャ
ンして、ＥＩＦ以外の部分を抽出し、抽出された部分と
領域ＤＡＮ−２との差分をとることで、ＥＩＦの領域を
求めることができる。領域ＤＡＮ−２にＥＩＦがまとめ
て確保されているので、このような復元方法が可能とな
る。

【００６４】図９は、この発明に適用することができる
ドライブ装置の一例の構成を示す。ここでは、上述した
ディスク１を記録層に相変化金属材料を用いたものと
し、ドライブ装置は、レーザの出力を調節することで記
録層に加える温度を制御して結晶／非結晶に状態を変え
させる相変化技術によって、ディスク１にデータの記録
を行うものとする。

【００６５】ディスク１は、スピンドルモータ２２によ
って、回転駆動される。ディスク１にデータを記録し、
また、データをディスク１から再生するために、光ピッ
クアップ２３が設けられている。光ピックアップ２３が
送りモータ２４によってディスク径方向に送られる。

【００６６】外部のホストコンピュータ３０からのデー
タがインターフェイス２９（例えばＳＣＭＳ(Serial Co
py Management System) ）を介してドライブに供給され
る。インターフェイス２９には、エンコーダ／デコーダ
ブロック２５が接続され、エンコーダ／デコーダブロッ
ク２５には、バッファメモリ２６が接続されている。バ
ッファメモリ２６は、ライトデータまたはリードデータ
を保持する。

【００６７】ライトデータがインターフェイス２９を介
してエンコーダ／デコーダブロック２５に供給される。
エンコーダ／デコーダブロック２５では、記録時には、
上述したフォーマットのデータを生成し、次にそのフォ
ーマットに従ってデータをエンコードする。再生時に
は、デコード処理を行い、ディジタルデータをインター
フェイス２９を介してホストコンピュータ３０に出力す
る。アドレスは、例えばエンコーダ／デコーダブロック
２５において、サブコードとして付加され、また、デー
タ中のヘッダに対しても付加される。

【００６８】エンコーダ／デコーダブロック２５からの
記録データが記録イコライザ２７を介してレーザドライ
バ２８に供給される。レーザドライバ２８では、ディス
ク１に対して記録データを記録するための所定のレベル
を有するドライブ波形が生成される。レーザドライバ２
８の出力が光ピックアップ２３に対して供給され、デー
タが記録される。レーザドライバ２８は、ＲＦ信号処理
ブロック３１内のＡＰＣ(Automatic Power Control) に
よって、上述したように、レーザパワーが適切なものに
制御される。また、ディスク１からの戻り光により発生
した信号がＲＦ信号処理ブロック３１に供給される。ア
ドレス抽出回路３２では、ＲＦ信号処理ブロックから供
給された信号に基づき、アドレス情報の抽出を行う。抽
出されたアドレス情報は、後述する制御用マイコン３３
に供給される。

【００６９】また、ＲＦ信号処理ブロック３１では、マ
トリックスアンプがフォトディテクタの検出信号を演算
することによって、トラッキングエラー信号ＴＥＲＲ、
フォーカスエラー信号ＦＥＲＲを生成する。トラッキン
グエラー信号、フォーカスエラー信号がサーボブロック
３４に供給される。

【００７０】制御用マイコン３３がアドレスを使用して
シーク動作を制御し、また、制御信号を使用してレーザ
パワーの制御等を行う。制御用マイコン３３は、ＣＰＵ
(Central Processing Unit)、ＲＡＭ(Random Access Me
mory)およびＲＯＭ(Read Only Memory)などからなり、
インターフェイス２９、エンコーダ／デコーダブロック
２５、ＲＦ信号処理ブロック３１、サーボブロック３４
等、ドライブの全体を制御する。また、制御用マイコン
３３に対してメモリ３６を接続することもできる。

【００７１】さらに、ディスク１を再生することで得ら
れるＲＦ信号がエンコーダ／デコーダブロック２５に供
給され、エンコーダ／デコーダブロック２５では、記録
時に施された変調処理の復調、エラー訂正符号の復号
（すなわち、エラー訂正）等の所定のフォーマットに準
ずるデコードを行う。エンコーダ／デコーダブロック２
５では、再生データがバッファメモリ２６に格納され
る。ホストコンピュータ３０からのリードコマンドが受
け付けられると、リードデータがインターフェイス２９
を介してホストコンピュータ３０に対して転送される。

【００７２】ＲＦ信号処理ブロック３１からのフレーム
同期信号、トラッキングエラー信号およびフォーカスエ
ラー信号と、アドレス抽出回路からのアドレス情報がサ
ーボブロック３４に供給される。サーボブロック３４
は、光ピックアップ２３に対するトラッキングサーボお
よびフォーカスサーボと、スピンドルモータ２２に対す
るスピンドルサーボと、送りモータ２４に対するスレッ
ドサーボを行う。

【００７３】なお、上述では、ドライブ装置に対してホ
ストコンピュータ３０が接続されると説明したが、これ
はこの例に限定されない。ドライブ装置に接続される機
器は、ディジタル信号の入出力を行いインターフェイス
が適合していれば、他の機器でも良い。例えば、このド
ライブ装置は、例えば撮像画像をディスク状記録媒体に
記録するようにされたカメラ付き携帯用ディジタルビデ
オレコーダに内蔵されるものとしても良い。

【００７４】上述では、ディスク１に対するフォーマッ
トデータをエンコーダ／デコーダブロック２５で生成す
るように説明したが、これはこの例に限定されない。フ
ォーマットデータは、制御用マイコン３３で生成するこ
とができる。また、フォーマットデータは、ホストコン
ピュータ３０から供給するようにしても良い。

【００７５】次に、この発明の実施の第２の形態につい
て説明する。上述では、領域ＤＡＮ−２の空き領域をフ
ァイルとして管理し、ルートディレクトリのサブディレ
クトリのＦＥおよび実体を、領域ＤＡＮ−２にフォーマ
ット時にダミーファイルとして確保した、ＥＩＦのサイ
ズを削ることで追加していった。この実施の第２の形態
では、領域ＤＡＮ−２の空きエリアを、メモリ上で管理
する。

【００７６】なお、この実施の第２の形態において、デ
ィスク１のフォーマットおよびドライブ装置の構成は、
上述の実施の第１の形態と略、同様のものを用いること
ができる。

【００７７】先ず、ディスク１’は、フォーマット時
に、領域ＤＡＮ−１およびＤＡＮ−２を作成される。そ
の際に、上述の実施の第１の形態とは異なり、領域ＤＡ
Ｎ−２の空きエリアに対して特定のファイルＥＩＦを作
成しない。すなわち、領域ＤＡＮ−２として所定の領域
を確保するが、その空き領域に対してダミーファイルを
設定しない。したがって、領域ＤＡＮ−１に作成される
ＳＢＤも、その領域は、空きエリアとして示される。

【００７８】このようにしてフォーマットされたディス
ク１’は、ドライブ装置に挿入時や電源投入時などに、
最初に領域ＤＡＮ−２の全体がスキャンされるように駆
動される。そして、空きエリアを検出し、検出された空
きエリアの情報を、空きエリア管理テーブルとして装置
のメモリに記憶する。空きエリア管理テーブルは、例え
ば上述の図９に示される構成において、メモリ３６に記
憶される。空きエリア管理テーブルは、例えば、空きエ
リアの開始あるいは終了アドレスと、長さとの組み合わ
せのリストからなる。

【００７９】空きエリア管理テーブルの構成は、上述に
限られない。例えば、領域ＤＡＮ−２をセクタ毎に読ん
でいき、１セクタに例えば１ビットのフラグを割り当て
てビットマップデータを構成しても良い。

【００８０】すなわち、この実施の第２の形態において
は、領域ＤＡＮ−２の空きエリア情報に関するＡＤがメ
モリ上に管理される。そのため、上述の実施の第１の形
態のようなＥＩＦを領域ＤＡＮ−２中に確保する必要が
無く、またそのため、ＥＩＦのＦＥを作成する必要がな
い。したがって、その分だけ、領域ＤＡＮ−２を遊行し
使用することができる。また、領域ＤＡＮ−２の空きエ
リア情報がメモリ上に管理されるため、領域ＤＡＮ−２
に対する変更を高速に行うことができ、ディスク１’上
のファイルやディレクトリの書き換えや追加、削除など
を高速に行うことができる。

【００８１】この発明によれば、ルートディレクトリに
関する情報や、サブディレクトリのＦＥおよび実体とい
った、ファイルシステムにおける管理情報がディスク
１’上のまとまった領域である領域ＤＡＮ−２に書き込
まれる。そのため、ディスク１’のドライブ挿入時や電
源投入時などに空きエリア管理テーブルを作成するため
にディスク１’をスキャンする動作も、ディスク上にこ
れらの情報が存在している場合よりも高速に行うことが
できる。

【００８２】このディスク１’上に存在する通常のディ
レクトリやファイルは、上述の実施の第１の形態と同様
に、実際にディスク１’上の領域ＤＡＮ−２の情報を読
みにいき、その情報に基づきアクセスされる。ファイル
やディレクトリの追加が行われると、メモリ上に存在す
る空きエリア管理テーブルにおいて、ファイルやディレ
クトリの追加に伴い変更される領域ＤＡＮ−２の情報に
対応する項目が書き換えられる。それと共に、ディスク
１’における領域ＤＡＮ−２の実際の情報も書き換えら
れる。

【００８３】なお、この実施の第２の形態は、パーソナ
ルコンピュータのような汎用的にデータを記録する装置
にも適用可能であるが、例えば撮像画像をディスク状記
録媒体に記録するようにされたカメラ付き携帯用ディジ
タルビデオレコーダのような、機能が特定された装置に
適用するのがより好適である。

【００８４】また、上述では、この発明が光ディスクや
光磁気ディスクなどの、換装可能なディスク状記録媒体
に適用されるように説明したが、これはこの例に限られ
ない。この発明は、媒体上に記録されるデータを媒体上
に存在する所定の管理情報によって管理するようにした
ディスク状記録媒体であれば、他の種類のものにも適用
可能である。例えば、この発明は、ハードディスクドラ
イブなどの固定ドライブにも適用可能である。

【００８５】

【発明の効果】以上説明したように、この発明は、ディ
スク上で管理されるディレクトリやファイルなどの名前
やアドレス、長さなどが、ディスク上の所定の領域（領
域ＤＡＮ−２）にまとめて記録される。そのとき、これ
らの情報が記録される領域の空き領域の情報がメモリ上
で管理される。そのため、これらの管理情報を記録する
領域の空き領域情報を高速に得ることができ、ディレク
トリの追加などを高速に行うことができるという効果が
ある。

【００８６】また、この発明では、管理情報を記録する
領域の空き領域情報をメモリ上で管理するようにされ、
ディスク上に空き領域情報を持たせる必要がないため、
ディスク上の管理領域を有効に利用することができると
いう効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明によるディスク状記録媒体の論理フォ
ーマットをディスクの形状に対応付けて示す略線図であ
る。

【図２】ボリューム情報領域の一例の内容を示す略線図
である。

【図３】この発明によるディレクトリ、ファイルおよび
空きエリアの管理方法について説明するための略線図で
ある。

【図４】この発明によるディレクトリ、ファイルおよび
空きエリアの管理方法について説明するための略線図で
ある。

【図５】領域ＤＡＮ−２におけるＥＩＦの作成方法につ
いて説明するための略線図である。

【図６】フォーマット処理後にサブディレクトリを追加
する方法を説明するための略線図である。

【図７】ルートディレクトリに対してファイルを追加す
る処理を説明するための略線図である。

【図８】新規に追加された領域ＤＡＮ−２’および領域
ＤＡＮ−３’を概略的に示す略線図である。

【図９】この発明に適用することができるドライブ装置
の一例の構成を示すブロック図である。

【図１０】従来のＵＤＦによるディスク上のデータ配置
の例を示す略線図である。

【符号の説明】

１・・・ディスク状記録媒体、１０・・・リードイン領
域、１１，１２・・・ボリューム情報領域、１３・・・
リードアウト領域

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号ＦＩテーマコート゛(参考）Ｇ１１Ｂ 27/10 Ｇ１１Ｂ 27/10 Ａ５Ｄ１１０Ｆターム(参考） 5B065 BA04 CC04 CC08 ZA16 5B082 EA01 JA11 5D044 BC03 CC04 DE49 DE53 DE58 5D077 AA30 BA18 CA01 DA01 DC24 DE03 5D090 AA01 CC14 DD03 DD05 GG11 GG17 GG29 GG33 GG36 5D110 AA17 BB06 DA03 DA12 DB03 DC05 DC06 DD07 DE06

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】階層的なファイルシステムに基づきデ
ータをディスク状記録媒体に記録する記録方法におい
て、ファイルシステムの階層構造を管理する管理情報をディ
スク状記録媒体の特定領域に記録するようにしたと共
に、上記特定領域中の未使用領域の情報をメモリ上で管
理するようにしたことを特徴とする記録方法。
【請求項２】請求項１に記載の記録方法において、上記未使用領域の情報は、該未使用領域の開始位置およ
び長さの組み合わせで上記メモリ上で管理されることを
特徴とする記録方法。
【請求項３】請求項１に記載の記録方法において、上記未使用領域の情報は、上記ディスク状記録媒体上で
の記録単位毎のフラグによって上記メモリ上で管理され
ることを特徴とする記録方法。
【請求項４】階層的なファイルシステムに基づきデ
ータをディスク状記録媒体に記録する記録装置におい
て、ファイルシステムの階層構造を管理する管理情報をディ
スク状記録媒体の特定領域に記録するようにしたと共
に、上記特定領域中の未使用領域の情報をメモリ上で管
理するようにしたことを特徴とする記録装置。