JP2003030025A

JP2003030025A - 動的に生成されるウエブページのための仮想ファイルシステム

Info

Publication number: JP2003030025A
Application number: JP2002132955A
Authority: JP
Inventors: David Marshall Holcomb; デイヴィッド・マーシェル・ホルコム
Original assignee: Hewlett Packard Co
Current assignee: HP Inc
Priority date: 2001-06-04
Filing date: 2002-05-08
Publication date: 2003-01-31
Also published as: EP1265152B1; DE60112257D1; US20020184184A1; EP1265152A1; US6697795B2; DE60112257T2

Abstract

(57)【要約】【課題】多数のデータファイルを含むことができる仮
想ファイルシステムを提供する。【解決手段】仮想ファイルシステムは、所定の構造の
ディレクトリおよびファイル、ならびに線形ファイル空
間を有する。線形ファイル空間は、ディレクトリ領域お
よびファイル割当てテーブル領域を含み、その場合に、
ディレクトリ構造の所定の特質を有する結果として、デ
ータブロックは、読出し要求時に計算することができ、
ファイルシステムに格納される必要はない。また、線形
ファイル空間は、所定の数の予め定義されたサイズのフ
ァイルを有するファイル領域も含む。ディレクトリ構造
の１組の最も低いレベルのディレクトリはそれぞれ１つ
のファイルを含む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は全般に大容量記憶装
置のためのファイルシステムに関し、より詳細には、周
辺装置において非常に少量のメモリを用いて、かつホス
トによって読み出されるデータブロックを動的に生成し
ながら、ホストシステムに、大きなブロック向きの大容
量記憶装置インターフェースを提供する、周辺装置のた
めの仮想ファイルシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムにおいて、
データを格納し、かつ回収するために、ディスクドライ
ブのような大容量記憶周辺装置が一般的に用いられてい
る。このデータはブロックで格納される。一般に「ファ
イル」と呼ばれる、多くの異なる論理データセットを、
周辺装置上に格納することができる。データブロックは
典型的には固定されたサイズからなるが、ファイルは、
１つのデータブロックに収容（fit）することができる
データよりも多くのデータを収容することができ、ファ
イルは多数のデータブロックからなる場合がある。さら
に、ファイルを構成する種々のデータブロックは、同じ
場所に配置される必要はなく、むしろ周辺装置上の異な
る場所に格納することができる。コンピュータシステム
によるデータのファイルへのアクセスを容易にするため
に、大容量記憶周辺装置は典型的には、各ファイルのた
めのデータブロックの周辺装置上の編成を記述するファ
イルシステムを提供する。

【０００３】従来の大容量記憶周辺装置を用いる場合、
データブロックは、コンピュータシステムによる明確な
制御下でのみ、読出しおよび書込みが行われる。言い換
えると、コンピュータシステムは、あるデータブロック
およびファイルが周辺装置上に格納される場所に関する
自らの独立した記録を保持し、実際に、その場所がデー
タブロックあるいはファイルが配置される場所であるこ
とを確実にすることができる。頻繁に用いられるデータ
ブロックの保管および回収の速度を上げるために、コン
ピュータシステムは多くの場合に、これらの頻繁にアク
セスされるデータブロックを格納するコンピュータシス
テム自体の内部にデータブロックキャッシュも実装す
る。コンピュータシステムは、周辺装置から読み出す速
度よりも非常に速い速度で、キャッシュからデータブロ
ックを読み出すことができ、コンピュータシステムは典
型的には、所望のデータブロックのためのキャッシュを
探索し、キャッシュ内に見つからない場合にのみ、周辺
装置からデータブロックを要求する。

【０００４】上記のキャッシュ機構は、ディスクドライ
ブのような従来の大容量記憶周辺装置の場合に良好に動
作し、その場合に、データブロックは、コンピュータシ
ステムの明確な制御下で読出しおよび書込みのみが行わ
れる。また、そのようなディスクドライブは一般に、そ
のファイルシステム、および全てのファイルのためのデ
ータブロックを実装するテーブルを格納するだけの十分
に大きなメモリも有する。しかしながら、本明細書で参
照される同時係属中で、同じ譲受人に譲渡されたHolcom
b他による特許出願に記載される装置のような、あるイ
ンテリジェント大容量記憶周辺装置は、コンピュータシ
ステムの明確な制御と無関係に、データブロックを動的
に作成し、削除し、再構成することができる。結果とし
て、コンピュータシステムはもはや、キャッシュ内のデ
ータブロックが周辺装置上のデータブロックと合致する
ことを確保できなくなり、コンピュータシステムが周辺
装置からファイルを取得するときではなく、キャッシュ
されたデータを読み出す際に、不正確な動作が生じる可
能性が高い。適当な動作を確保するために、周辺装置
は、動的にデータブロックを作成、削除あるいは再構成
する度に、コンピュータシステムに通知しなければなら
ず、コンピュータシステムは、キャッシュおよび他のフ
ァイルシステムテーブルを削除および再構築しなければ
ならない。コンピュータシステムの中には、周辺装置が
コンピュータシステムにそのような通知を行うための機
構を提供するものもある。しかしながら、キャッシュお
よび他のファイルシステムテーブルを削除および再構築
するための動作は、時間を要し、非効率的である。コン
ピュータシステムの中には、そのような機構に全く対応
しないものもある。

【０００５】非従来型の周辺装置に関連する制限は、そ
れらの装置が、大きなファイルシステムを提供するため
に必要とされる全てのデータブロックを格納するだけの
十分なメモリを備えない場合があることである。結果と
して、周辺装置上に格納されるファイルの数および大き
さが不当に制限される場合があり、それゆえ、周辺装置
があるファイルを動的に削除し、かつ他のファイルを作
成する必要があり、先に記載された、コンピュータと周
辺装置との間の同期の問題が生じる場合がある。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】したがって本発明の目
的は、ホストコンピュータシステムがそのキャッシュお
よび他のファイルシステムテーブルを削除および再構築
することを必要とすることなく、かつ大きなメモリを必
要とすることなく、ファイルが作成され、削除され、さ
らに再構成されるようにする、多数のデータファイルに
アクセスする新規の改善されたファイルシステムおよび
方法を提供する。

【０００７】

【課題を解決するための手段】好ましい実施形態では、
本発明は、多数のデータファイルを含むことができる仮
想ファイルシステムを提供する。仮想ファイルシステム
は、所定の構造のディレクトリおよびファイル、ならび
に線形ファイル空間を有する。線形ファイル空間は、デ
ィレクトリ領域およびファイル割当てテーブル領域を含
み、その場合に、ディレクトリ構造の所定の特質を有す
る結果として、データブロックは、読出し要求時に計算
することができ、ファイルシステムに格納される必要は
ない。また、線形ファイル空間は、所定の数の予め定義
されたサイズのファイルを有するファイル領域も含む。
ディレクトリ構造の１組の最も低いレベルのディレクト
リはそれぞれ１つのファイルを含む。特定の最も低いレ
ベルのディレクトリにリンクされる、ファイル領域内の
特定の１つのファイルは、最も低いレベルのディレクト
リが最初にアクセスされた時点で決定され、それによ
り、そのファイルのうちの以前には未使用であるか、あ
るいは最も最近使用されていない（ＬＲＵ）ファイルが
割り当てられ、ホストのキャッシュを削除し、再構築す
る必要性を回避できるようにすることが好ましい。その
ファイルのデータブロックは、要求時に動的に生成さ
れ、仮想ファイルシステムに提供されるか、あるいは仮
想ファイルシステムを介して読み出される補助ファイル
システムに格納されるファイルにエイリアスが作成され
ることが好ましい。

【０００８】

【発明の実施の形態】本発明の上記の機構、およびそれ
らを達成する態様、ならびに本発明自体は、併記の図面
とともに取り上げられる、本発明の好ましい実施形態の
以下に記載される詳細な説明を参照することにより、最
も理解しやすくなるであろう。

【０００９】ここで図面を参照すると、ファイルシステ
ム１０が実装される装置５０からデータを読み出す新規
の方法１００により構成される仮想ファイルシステム１
０（「ＶＦＳ」とも呼ばれる）が示される。仮想ファイ
ルシステム１０は、ディレクトリに対応するデータブロ
ック（および、本明細書で「ＦＡＴ」とも呼ばれる、関
連するファイル割当てテーブル）をアルゴリズムにした
がって計算することができるようなディレクトリ階層を
予め定義することにより、かつデータファイルに対応す
るデータブロックが、アクセス時に、あるいはそれに近
い時点で動的に生成されることができるよう、利用時
に、あるいはそれに近い時点でのみディレクトリ階層に
データファイルを結び付けることにより、比較的少ない
メモリ量だけで実装することができる大きな仮想ファイ
ル空間を提供することが有利である。本発明は特に、当
業者によく知られている、幅広く用いられるＭＳ−ＤＯ
ＳファイルシステムのようなＦＡＴベースの利用ファイ
ルシステムに適用することができる。

【００１０】当業者によって理解されているように、フ
ァイルシステムは、ディレクトリ、ファイルおよび他の
内部情報からなる構造であり、その内部情報は、これら
のディレクトリおよびファイルを配置し、アクセスする
ためにオペレーションシステムによって用いられる。デ
ィレクトリは典型的には、ディレクトリ階層に編成さ
れ、ディレクトリの中には、親子のツリー構造で他のデ
ィレクトリに関連付けられるものもある。ファイルはデ
ィレクトリ内に配置される。ファイルシステムを含むデ
ータ構造は、メモリ内の線形ファイル空間を占有するこ
とが好ましい。仮想ファイルシステムは、ファイルシス
テムの外部にあるホストコンピュータあるいは他の装置
によって視認される際に、ディレクトリおよびファイル
が線形ファイル空間内に存在するように見えるファイル
システムであるが、実際には、ディレクトリあるいはフ
ァイル上で動作を実行するために、ホストコンピュータ
がファイルシステムを要求するまで、線形ファイル空間
内に存在しない場合があるか、あるいは物理的なメモリ
内にさえ全く存在しない場合がある。

【００１１】図１の典型的な予め定義されたファイル構
造１５を参照すると最も理解しやすいように、本発明の
仮想ファイルシステム１０は、予め定義され、固定され
たディレクトリ階層２０を有し、その階層はルートディ
レクトリ“＼”２１で開始する。ルートディレクトリ２
１の下には、ルートディレクトリに対するサブディレク
トリである第１レベルのディレクトリのセット２２があ
る。典型的なディレクトリ階層２０は、４つの第１レベ
ルのディレクトリを含み、それがＤ１〜Ｄ４で示され
る。より高いレベルのディレクトリの下に含まれるサブ
ディレクトリの数は、「ファンアウト」と呼ばれる。典
型的なディレクトリ構造は、全てのレベルにおいて４つ
のファンアウトを用いるが、明瞭に示すために、図１に
は各レベルに対して、４つのサブディレクトリからなる
１組のみが示される。第１レベルのディレクトリＤ２
２３は、４つの第２レベルのディレクトリを含み、それ
はＤ９〜Ｄ１２で示される。第２レベルのディレクトリ
Ｄ１１２４は、４つの第３レベルのディレクトリを含
み、それはＤ４５〜Ｄ４８で示される。第１レベルのデ
ィレクトリおよび第２レベルのディレクトリはいずれ
も、より高いレベル（「親」）ディレクトリおよびより
低いレベル（「子」）ディレクトリの両方を有するとい
う点で、中間レベルのディレクトリであるとみなされ
る。第Ｙレベルのディレクトリ（この典型的な階層２０
では、第３レベルのディレクトリ）は、ディレクトリ階
層２０において最も低いレベルのディレクトリである。
本発明による各第Ｙレベルのディレクトリは、１組の予
め定義されたファイルプレイスホルダ１８のうちの１つ
を含み、たとえば、ディレクトリＤ４８２５は、ファ
イルプレイスホルダＦ８８２６を含む。最も低いレベ
ルのディレクトリは親ディレクトリを有するが、子ディ
レクトリを持たない。図１に用いられるディレクトリお
よびファイルラベリングの重要性は、後に図３が説明さ
れる際に明らかになるであろう。

【００１２】ディレクトリファンアウトＮおよび階層深
度Ｙは、所望の数のファイルを有する仮想ファイルシス
テムを提供するように選択できることが有利である。フ
ァイルの数は、式Ｎ^Ｙにしたがって計算される。それゆ
え、ファンアウト４および深度３を有する典型的な階層
２０は、４^３＝６４個のファイルを提供する。好ましい
実施形態は、ファンアウト３２および深度４を有し、そ
れゆえ、３２^４＝１，０４８，５７６個のファイルを提
供する。ファンアウトＮおよび深度Ｙは、ディレクトリ
階層の各レベルおよびブランチにおいて異なる場合があ
るが、好ましい実施形態では、後に本発明の方法が説明
される際に明らかになるように、それらは全てのレベル
およびブランチにおいて同じである。

【００１３】図２を参照すると最も理解しやすいよう
に、仮想ファイルシステムは、データブロック２のよう
な、Ｂ個の論理データブロックを含むファイル空間３０
を占有する。各データブロックはｂバイトを含む。当業
者にはよく知られているように、一般的に用いられるＦ
ＡＴ−３２ファイルシステムでは、各ブロックは典型的
には４ｋバイトのデータを含み、１つのデータブロック
は、典型的にはファイルシステムが実装される物理媒体
のタイプに応じて、さらに分割されることができるが、
それらは当分野において知られており、本発明に関連し
ないため、そのような説明は本明細書では省略されるで
あろう。

【００１４】仮想ファイルシステム１０のデータブロッ
クは、順次に編成されることが好ましい。データブロッ
クは、典型的にはブロック番号毎に、ホストコンピュー
タ（図示せず）あるいは他の装置によって仮想ファイル
システム１０から要求されることができる。ファイル空
間３０は、いくつかの連続した領域に論理的に分割され
る。サイズＤ個のブロックディレクトリ領域３２は、先
に説明されたように、仮想ファイルシステム１０のディ
レクトリ階層を予め定義する。

【００１５】またファイル空間３０は、多数のファイル
領域３４ａ、ｂ、ｃも含み、その領域は全体として、フ
ァイル空間３０のＦ個のブロックを占有する。各ファイ
ル領域３４ａ、ｂ、ｃは、所定数のサイズのデータブロ
ックのデータファイルの量を予め定義する。ファイル領
域３４ａは、量Ｑ_１のデータファイルを定義し、その各
ファイルのサイズは１ブロックである。ファイル領域３
４ｂは、量Ｑ_２のデータファイルを定義し、その各ファ
イルのサイズは２ブロックである。ファイル領域３４ｃ
は、量Ｑ_Ｍのデータファイルを定義し、その各ファイル
のサイズはＭブロックである。各ファイル領域のサイズ
は、ファイルの量および各ファイルのブロックサイズに
よって決定される。ファイル領域の数、各領域内のファ
イルの量、および各領域内のファイルのブロックサイズ
は、本発明によって制限されることはなく、むしろ、フ
ァイルシステム１０の設計者が選択可能な設計的事項で
ある。

【００１６】またファイル空間３０は、１つあるいは複
数のＦＡＴ領域３６も含む。各ＦＡＴ領域３６は、ディ
レクトリおよびデータファイルのための全てのデータブ
ロックを、ファイル空間３０内に配置するために、Ｔ個
のブロックサイズのファイル割当てテーブルを予め定義
する。本発明によれば、かつ後にさらに詳細に説明され
るように、これらの領域は、ファイルシステム１０を収
容するために必要とされる物理的なメモリ量を低減する
ために、ディレクトリ領域３２およびＦＡＴ領域３６内
のデータブロックが、ファイルシステム１０が読み出さ
れる際にアルゴリズムにしたがって計算されるように編
成される。

【００１７】ここで、図３を参照しながら、ディレクト
リ領域３２についてさらに詳細に考えてみると、ディレ
クトリ領域３２は、ディレクトリエントリを含む。各デ
ィレクトリエントリは、（少なくとも）名前、開始ブロ
ック番号、エントリの属性（特に、それが子ディレクト
リを表すか、ファイルを表すか）、および各ファイルあ
るいは子ディレクトリのサイズを特定する種々のフィー
ルドを含む。ディレクトリエントリは、ディレクトリ階
層２０の個々のディレクトリの内容を記述する。好まし
い実施形態では、階層２０の各ディレクトリのためのデ
ィレクトリエントリは、個別のデータブロック内に含ま
れ、ファイル空間３０内のそのブロックの場所は、ディ
レクトリ階層２０から計算することができる。図１の典
型的なディレクトリ階層２０を用いて示すために、ルー
トディレクトリ２１の場合のディレクトリエントリが、
ディレクトリ領域３２のブロック０に割り当てられる。
ブロック０は、４つのディレクトリエントリを含み、そ
れは階層２０の４つの第１レベルのディレクトリ（Ｄ１
〜Ｄ）のためのディレクトリエントリに対応する。図３
のディレクトリ領域３２の各ブロック内に示される番号
は、そのブロック内の特定のディレクトリエントリの開
始ブロックフィールドの値を表し、ディレクトリ階層２
０において用いられるディレクトリ番号に対応する。た
とえば、ブロック０の第２のエントリ３８ａは、第１レ
ベルのディレクトリＤ２に対応し、ディレクトリＤ２の
ためのディレクトリエントリがブロック２において見い
だされる場合があることを指示する。ブロック２の第３
のエントリ３８ｂは、第２レベルのディレクトリＤ１１
に対応し、ディレクトリＤ１１のためのディレクトリエ
ントリがブロック１１において見いだされる場合がある
ことを指示する。ブロック１１の第４のエントリ３８ｃ
は、第ＹレベルのディレクトリＤ４８に対応し、ディレ
クトリＤ４８のためのディレクトリエントリがブロック
４８において見いだされる場合があることを指示する。
ブロック４８の第１のエントリ３８ｄ（そしてそれだ
け）が、ファイルプレイスホルダに対応する。ファイル
プレイスホルダは、任意の特定の時点でそれに関連する
実際のファイルを持つ場合も、持たない場合もある。フ
ァイルエントリのための開始ブロックフィールドの値
は、ファイルの存在の状態を指示する。ある予め定義さ
れた値は、これまでにディレクトリＤ４８内のファイル
が作成されていないことを指示し、一方、異なる予め定
義された値は、ディレクトリＤ４８において以前にファ
イルが作成されたがそのファイルはもはや存在しないこ
とを指示する。開始ブロックフィールドが、０〜Ｆ−１
の値を含む場合には、現時点で、関連するファイルが存
在しており、開始ブロックフィールド値が、ファイルデ
ータが配置されるファイル領域３４内のブロック番号で
あることを指示する。後にさらに詳細に記載されるよう
に、第Ｙレベルのディレクトリのためのファイルプレイ
スホルダは、特定の第Ｙレベルのディレクトリが最初に
アクセスされるときにのみ、特定のデータファイルに結
び付けられる。

【００１８】アレイ内にディレクトリ階層２０のような
Ｎ個の部分（たとえば、２個あるいは３個の部分等）か
らなるツリーを格納する上記の態様は、当業者にはよく
知られている。ディレクトリ階層２０は固定されてお
り、後にさらに詳細に記載されるように、任意の特定の
ディレクトリのためのデータブロックのファイル空間３
０内の位置は計算することができるので、本発明による
ＶＦＳ１０は、ディレクトリ領域３２のためのデータを
格納する必要はなく、むしろ、ホストコンピュータによ
って要求される際に、任意の特定のデータブロックのた
めのデータをアルゴリズムにしたがって計算することが
できる。

【００１９】ここで、図４を参照しながら、ＦＡＴ領域
３６についてさらに詳細に考えてみると、多くのファイ
ルシステムでは、２ブロック以上に及ぶファイルあるい
はディレクトリのデータブロックは、ファイル空間３０
内に連続して配置されない。先に説明されたように、デ
ィレクトリエントリは、あるディレクトリあるいはファ
イルのためのデータが見いだされることになる開始ブロ
ックを指示するが、任意の付加的なデータブロックの場
所を指示しない。ＦＡＴテーブルは、開始ブロックと任
意の付加的なブロックとの間のこの結び付きを与える。
ディレクトリ階層、ならびにファイルの数およびサイズ
は、本発明のＶＦＳ１０において予め決定されるので、
それに応じて、ＦＡＴ領域の内容はアルゴリズムにした
がって計算することができる。

【００２０】ＦＡＴ領域３６のサイズは、ＶＦＳ１０に
含まれるデータブロックの数によって決定される。ＦＡ
Ｔ３６は、システム内の各データブロックのためのＦＡ
Ｔエントリ４２を含む。各ＦＡＴエントリ４２は、ディ
レクトリ３２およびファイル３４領域の組み合わせにお
いて、最も大きなブロック番号を表す値（すなわち、Ｄ
＋Ｆの値）を含むだけの十分に大きなサイズから構成さ
れなければならない。たとえば、ＦＡＴ−３２ファイル
システムは、４バイトＦＡＴエントリ４２を使用し、そ
れは、２^３２＝４，２９４，９６７，２９６ブロックに
まで対処するのに十分な数である。

【００２１】ＦＡＴ領域３６は、ディレクトリＦＡＴサ
ブ領域３６ａと、ファイルＦＡＴサブ領域３６ｂとを含
む。先に説明されたように、各ディレクトリはディレク
トリ領域３２において１つのデータブロックを占有する
ため、ディレクトリＦＡＴサブ領域３６ａ内のＦＡＴエ
ントリ４２の数は、ディレクトリ階層２０内のディレク
トリの数に等しい。たとえば、図１の典型的なディレク
トリ階層２０では、Ｎ＝４およびＹ＝３であり、１つの
ルートディレクトリと、Ｎ^１＝４個の第１レベルのディ
レクトリと、Ｎ^２＝１６個の第２レベルのディレクトリ
と、Ｎ^３＝６４個の第Ｙ（第３）レベルのディレクトリ
とが存在し、全体で８５個のディレクトリが存在する。
それゆえ、ディレクトリＦＡＴサブ領域３６ａにおいて
８５個のＦＡＴエントリ４２が存在する。

【００２２】ファイルＦＡＴサブ領域３６ｂに関して
は、種々のファイルが、ファイル領域３４において異な
る数のデータブロックを占有することができる。しかし
ながら、本発明のファイルシステム１０によれば、先に
記載されたように、ファイルの数および各ファイルのサ
イズは予め決定されるので、ＦＡＴサブ領域３６ｂのた
めに必要とされるＦＡＴエントリ４２の数はアルゴリズ
ムにしたがって計算することができる。たとえば、Ｎ^Ｙ
＝４^３＝６４ファイルを含む、図１の典型的なディレク
トリ階層２０において、ファイルのうちの３２個
（Ｑ_１）が１ブロックファイルであり、１６個（Ｑ_２）
が２ブロックファイルであり、１０個（Ｑ_３）が４ブロ
ックファイルであり、６個（Ｑ_４）が８ブロックデータ
ファイルであるものと仮定する。それゆえ、３２×１＝
３２ブロックが１ブロックファイルのための必要とさ
れ、１６×２＝３２ブロックが２ブロックファイルのた
めに必要とされ、１０×４＝４０ブロックが４ブロック
ファイルのために必要とされ、６×８＝４８ブロックが
Ｍブロックファイルのために必要とされ（ここではＭ＝
８）、全体として３２＋３２＋４０＋４８＝１５２ブロ
ックが必要とされる。それゆえ、ファイルＦＡＴサブ領
域３６ｂは１５２ＦＡＴエントリ４２を含むであろう。

【００２３】ディレクトリ領域３２あるいはファイル領
域３４内の特定のデータブロックのためのＦＡＴエント
リ４２の内容は、そのディレクトリあるいはファイルの
ためのデータが別のデータブロックにおいて継続される
か否かを、さらに継続される場合には、どのブロックに
おいてデータが継続されるかを指定する。ＦＡＴエント
リ４２が、ファイルシステム１０内の別のデータブロッ
ク番号に対応する値を含む場合には、そのデータはその
ブロック番号において継続される。ＦＡＴエントリ４２
が、ファイルシステム１０内のあるブロック番号に対応
しない、予め定義された「連鎖終了」値を含む場合に
は、そのデータは、任意の付加的なブロックに継続され
ない。図４の典型的なＦＡＴテーブル３６を参照する
と、４ブロックデータファイルの開始ブロックは、デー
タファイルに関連するＦＡＴエントリ＃６４４２’に
配置される。図４の典型的なファイルＦＡＴサブ領域３
６ｂでは、ＦＡＴエントリ＃６４４２’は、データブ
ロック＃６５において４ブロックデータファイルが継続
されることを指示する、値６５を含む。同様に、ＦＡＴ
エントリ＃６５は、データブロック＃６６において４ブ
ロックデータファイルが継続されることを指示する、値
６６を含み、ＦＡＴエントリ＃６６は、データブロック
＃６７において４ブロックデータファイルが継続される
ことを指示する、値６７を含む。データブロック＃６７
は、その連鎖における４つのブロックの最後のブロック
であるため、ＦＡＴエントリ＃６７は、「連鎖終了」マ
ーカを含む。

【００２４】ここで、仮想ファイルシステム１０からデ
ータを読み出す新規の方法１００について、図５を参照
しながら考えてみると、その方法１００は、１０２にお
いて、ディレクトリ階層２０と、所定のファイル１８の
ための１組のプレイスホルダとを含む所定のファイル構
造１５のためのデータブロックの論理的な線形構成を含
むファイル空間３０を有する仮想ファイルシステム１０
を定義することにより開始する。１０４では、ＶＦＳ１
０において指定された位置を有するデータブロック２を
提供するための要求が、典型的にはＶＦＳ１０に接続さ
れるホストコンピュータから受信される。１０６では、
データブロック２が配置されるＶＦＳ１０のセクション
が決定される。データブロック２が、ＦＡＴ領域３６あ
るいはディレクトリ領域３２に配置される場合には（１
０６の「ＦＡＴあるいはディレクトリ」ブランチ）、そ
の方法は１０８において継続される。

【００２５】データブロック２がＦＡＴ領域３６内にあ
る場合、あるいはデータブロック２がディレクトリ領域
３２内にあるが、ルートディレクトリ、またはディレク
トリ階層２０内の中間レベルのディレクトリのうちの１
つに対応する場合には（１０８の「Ｎｏ」ブランチ）、
１１４において、所定のディレクトリ階層２０および指
定されたブロック位置に基づいて、データブロック２の
内容が計算され、１１６において、ホストコンピュータ
からの要求に応じて、その内容がホストコンピュータに
供給される。データブロックの内容が計算されるアルゴ
リズムは、後に記載されることになる。データブロック
内容の計算は、ＶＦＳ１０のファイル構造１５およびフ
ァイル空間３０の新規の予め定義された編成によって行
うことができることが有利である。

【００２６】データブロック２がディレクトリ領域３２
内にあり、ディレクトリ階層２０において最も低いレベ
ルのディレクトリのうちの１つに対応する場合には（１
０８の「Ｙｅｓ」ブランチ）、１１０において、その最
も低いレベルのディレクトリに対応するファイルによっ
て含まれることになる実際のデータ量が決定される。こ
れは、仮想ファイルシステム装置５０を参照して後に記
載されるように、予めファイルプレイスホルダとデータ
とを関連付けた仮想ファイルシステム１０の外部にある
プロセスによってなされることが好ましい。一旦、この
実際のファイルのバイトサイズがわかれば、１１２にお
いて、最も低いレベルのディレクトリが、データの量以
上の最大ファイルサイズを有する未使用の（あるいは最
近最も使用されていない（LRU））所定のファイルに結
び付けられ、その方法は１１４において継続される。典
型的には、データを収容するだけの十分なサイズからな
る最も小さい所定のファイルが、特定の最も低いレベル
のディレクトリに結び付けられるであろう。

【００２７】ＦＡＴ領域３６およびディレクトリ領域３
２においてデータブロック２を計算することにより、本
発明は、特に多数のファイルおよび大きさサイズのファ
イルがファイルシステム１０に含まれる際に、仮想ファ
イルシステム１０によって必要とされる物理的なメモリ
量を最小にすることが有利である。

【００２８】データブロック２がファイル領域３４に配
置される場合には（１０６の「ファイル」ブランチ）、
１１６において、そのファイルのためのデータ源が決定
される。そのデータが動的に生成されることになる場合
には（１１６の「動的」ブランチ）、１１８において、
データブロック２の内容が、好ましくは仮想ファイルシ
ステム１０の外部にあるプロセスによって動的に生成さ
れ、１２２において、その内容が、ホストコンピュータ
からの要求に応答して、ホストコンピュータに供給され
る。そのデータが、ＶＦＳ１０の外部にある補助ファイ
ルシステム７０のような別のデータメモリからエイリア
スを作成される場合には、１２０において、データブロ
ック２の内容はその補助ファイルシステム７０から取得
され、１２２において、その内容が、ホストコンピュー
タからの要求に応答して、ホストコンピュータに供給さ
れる。

【００２９】要求されるのに応じて、データブロック２
を動的に生成することにより、あるいは、仮想ファイル
システム１０が収容される装置内に既に存在する補助フ
ァイルシステム７０からデータブロック２を取得するこ
とにより、本発明は、特に多数のファイルおよび大きさ
サイズのファイルがファイルシステム１０に含まれる際
に、仮想ファイルシステム１０によって必要とされる物
理的なメモリ量を最小にすることが有利である。

【００３０】方法１００は、仮想ファイルシステム１０
内に組み込まれるコンピューティング装置（図示せず）
によって実行可能な、ＲＯＭ、ＣＤ−ＲＯＭ、フロッピ
ィディスク等のようなプログラム記憶媒体上に収容され
る命令のプログラムとして、ファームウエアおよび／ま
たはソフトウエアにおいて実装されることが好ましい。
そのような実装形態は、当業者にはよく知られている。
命令のプログラムは、同じく記載されているファイル構
造１５およびファイル空間３０を実装するために先に記
載された方法１００のステップを実行するために、多数
の論理セグメントに編成されることができる。

【００３１】ここで、最もわかりやすくするために図
２、図３、図４および図６を参照しながら、所定のディ
レクトリ階層２０に基づいて、ＦＡＴ領域３６あるいは
ディレクトリ領域３２内のデータブロック２の内容を計
算するステップ１１４についてさらに詳細に考えてみる
と、ステップ１３０において、ファイル空間３０のＦＡ
Ｔ領域３６あるいはディレクトリ領域３２内の要求され
るデータブロックの場所が判定される。要求されるデー
タブロックがディレクトリ領域３２内にあり、最も低い
レベル（第Ｙレベル）のディレクトリではない任意のデ
ィレクトリに対応する場合には、１３２において、要求
されるデータブロックのブロック番号が、要求されるデ
ィレクトリのための、ディレクトリに関連するブロック
番号に変換される。１３４では、要求されるディレクト
リの全ての子サブディレクトリの、ディレクトリに関連
するブロック番号が、好ましくは、アレイに格納される
Ｎ個の部分からなるツリーを横断するために当業者に知
られている従来のアルゴリズムにしたがって、所定のデ
ィレクトリ階層２０の深度およびファンアウトに基づい
て子サブディレクトリのブロック番号を計算することに
より決定される。たとえば、要求されるブロックが、デ
ィレクトリ関連ブロック＃６に対応する場合には、子サ
ブディレクトリ＃２５、＃２６、＃２７および＃２８が
特定される。一旦、適切な子サブディレクトリが決定さ
れたなら、１３６において要求されるディレクトリのこ
れらの子サブディレクトリのためのディレクトリエント
リデータが作成される。

【００３２】要求されるデータブロックがディレクトリ
領域３２内にあり、最も低いレベル（第Ｙレベル）のデ
ィレクトリに対応する場合には、１３８において、ファ
イルを表すディレクトリエントリデータが作成される。
このデータは、その最も低いレベルのディレクトリに対
応するファイルシャドーテーブル６０内のエントリ６２
に含まれる情報から導出される（シャドーテーブル６０
およびそのエントリ６２は、後に図７を参照しながらさ
らに詳細に記載されるであろう）。たとえば、要求され
るブロックがディレクトリに関連するブロック＃４８に
対応する場合には、ブロック＃４８に関連する最も低い
レベルのディレクトリに含まれるファイルを表すディレ
クトリエントリデータ３８ｄが作成される。

【００３３】要求されるデータブロックがＦＡＴ領域３
６内にある場合には、１４０において、要求されるデー
タブロックに含まれるＦＡＴエントリが特定される。好
ましい実施形態では、これらのエントリは、データブロ
ックのサイズ、および各ＦＡＴエントリのサイズに基づ
いて容易に計算される。各ＦＡＴエントリ４２は、ディ
レクトリ領域３２あるいはファイル領域３４内のデータ
ブロック２を参照する。１４２では、これらのＦＡＴエ
ントリのうちのどのエントリがブロック連鎖の中の最後
（あるいは唯一）のブロックであるブロックに対応し、
かつ、どのエントリがブロック連鎖の中の最後（あるい
は唯一）ではないブロックであるブロックに対応するか
が判定される。好ましい実施形態では、全てのディレク
トリが１つのデータブロックを占有し、各サイズＭのデ
ータファイルの数が予め決定されるため、ファイル空間
３０の編成に基づいて、これは容易に計算することがで
きる。１４４では、連鎖終了マーカを含むＦＡＴエント
リデータが、ブロック連鎖内の最後（あるいは唯一）の
ブロックに対応する全てのＦＡＴエントリのために作成
され、一方、１４６では、ブロック連鎖内の次のブロッ
クを指示するＦＡＴエントリデータが、ブロック連鎖内
の最後（あるいは唯一）のブロックに対応しない全ての
ＦＡＴエントリのために作成される。たとえば、要求さ
れるデータブロックが、データファイルに関連するブロ
ック＃６４〜＃６７のためのＦＡＴエントリを含む場合
には、ブロック＃６４のために作成されるＦＡＴエント
リはブロック＃６５を指し、一方、ブロック＃６７のた
めの作成されるＦＡＴエントリは連鎖終了マーカを含む
であろう。

【００３４】また本発明は、図７を参照すると最も理解
しやすいように、ホストコンピュータ（図示せず）から
アクセスすることができるブロック向きのデータ源を提
供するために、仮想ファイルシステム１０を組み込む装
置５０として具現することもできる。ＶＦＳ１０は、ホ
ストコンピュータから「ＲｅａｄＢｌｏｃｋ＜Ｂ＞」
要求を受信する領域識別装置５２をさらに含む。ただし
＜Ｂ＞は、ＶＦＳ１０内の絶対データブロック番号Ｂで
ある。領域識別装置５２は、ブロックＢが、ＦＡＴ領域
３６あるいはディレクトリ領域３２内のブロックに対応
するか否かを判定し、それゆえ、ファイルデータは上記
のように計算されることができるか、あるいはブロック
Ｂがファイル領域３４内のブロックに対応する否かを判
定し、それゆえ、ファイルデータは上記のように取得さ
れなければならない。好ましい実施形態では、領域識別
装置５２は、絶対ブロック番号Ｂを、そのブロックが属
する領域３２、３４、３６に対するブロック番号に変換
する。そのブロックがＦＡＴ領域３６あるいはディレク
トリ領域３２内にある場合には、ファンアウトＮ、深度
Ｙ、ファイル量Ｑ、および各ファイル量Ｑに関連するブ
ロックの数とともに、所定のファイル構造１５に関する
情報（knowledge）を有するブロック計算装置５４が、
要求されるデータブロックの内容を計算する。ブロック
番号が第Ｙレベルのディレクトリに対応する場合には、
第Ｙディレクトリファイルバインダ５６が動的データ生
成器５８に要求を送信し、ファイルシャドーテーブル６
０内のファイルシャドー６２を、ファイルシステム１０
内の所与のサイズの特定の予め定義されたファイルに結
び付ける。

【００３５】ファイルシャドー６２は典型的には、装置
５０の別のモジュール（図示せず）によって動的データ
生成器５８になされる非同期要求によって予め作成され
ている。このような各要求の例は、Ｈｏｌｃｏｍｂ他に
よる先に引用された同時係属中の米国特許出願に記載さ
れる。ファイルシャドー６２が作成された時点では、シ
ャドー６２に関連することになるデータの量がわからな
い場合があり、それゆえ、そのファイルのためのファイ
ルサイズ（および同様にファイル領域３４内のファイル
開始ブロック位置）は知ることができない。こうして、
ファイルシャドー６２は典型的には、シャドー６２が作
成された時点で、第Ｙディレクトリブロック番号および
データ源アドレスあるいは識別子のみを含む。しかしな
がら、第Ｙディレクトリが読み出されるとき、その第Ｙ
ディレクトリ内に配置される１つのファイルのための後
続の要求がおそらくまさに行われようとしていることが
事前に通知される。さらに、好ましい実施形態では、フ
ァイルのサイズも、第Ｙディレクトリのために返送され
るデータブロック２において提供されなければならな
い。一旦、動的データ生成器５８がファイルサイズを判
定すると、少なくともファイルサイズと同じ大きさであ
る特定の予め定義されたファイルを選択することがで
き、それゆえ、シャドー６２内のファイル開始ブロック
番号およびファイルサイズフィールドが書き込まれ、そ
の時点で、その特定のファイルが第Ｙディレクトリに結
び付けられる。

【００３６】ホストコンピュータがそのキャッシュメモ
リ（図示せず）内に特定のデータブロックを既に含んで
おり、それゆえ。それを装置５０から要求しないもの
と、ホストコンピュータが判断してしまうあらゆる可能
性を排除あるいは最小にするために、装置５０は２つの
ことを行うことが好ましい。第１に、ファイルシャドー
６２を作成するための要求を処理する際に、動的データ
生成器５８は、以前に一度も用いられていないパスネー
ムを（以前に一度も用いられていない第Ｙディレクトリ
ブロックを選択することにより）確立する。第２に、フ
ァイルシャドー６２と、あるファイルとを結び付けるた
めの要求を処理する際に、動的データ生成器５８は、以
前に一度も用いられていないファイルを選択する。仮想
ファイルシステム１０の物理的なメモリサイズは、ファ
イルシステム１０が含むファイルの数およびサイズにほ
とんど影響を受けないので、特定の装置５０のための仮
想ファイルシステム１０は、第Ｙレベルディレクトリあ
るいはファイルが絶えず２度用いられる必要がある（a
file need ever be used twice）、あらゆる機会を最小
にするように選択されることができる。しかしながら、
本発明の好ましい実施形態は、要求時に、第Ｙレベルの
ディレクトリおよびファイルを割り当てるブロックマネ
ージャ６４も備える。ブロックマネージャ６４は、ホス
トコンピュータによってブロックが要求されるのに応じ
て、第Ｙディレクトリファイルバインダ５６およびファ
イルマネージャ６６から通知を受信することにより、第
Ｙレベルのディレクトリおよびファイルの利用状況を追
跡し続ける。装置５０が、未使用のディレクトリあるい
はファイルを使い果たす場合には、ブロックマネージャ
６４は、ホストコンピュータのキャッシュから、そのデ
ィレクトリあるいはファイルについての任意の以前の情
報が既に失効されていることを見越して、最も最近使用
されていない（ＬＲＵ）ものが割り当てられるようにす
ることを確実にする。ブロックマネージャ６４によって
用いられるアルゴリズムは、メモリ管理および不要領域
（garbage collection）の整理において用いられるアル
ゴリズムと類似であり、当業者にはよく知られている。

【００３７】要求されるブロックＢがファイル領域３４
内にある場合には、ファイル生成器６６はファイルシャ
ドーテーブル６０を探索し、そのブロックに関連するフ
ァイルシャドー６２の位置を特定する。その際、ファイ
ルシャドー６２のデータ源フィールドは、ファイル生成
器６６がデータ源を判定するために用いられる。そのデ
ータ源が動的データ生成器５８である場合には、そのブ
ロックは、動的データ生成器５８から要求される。その
データ源が補助ファイルシステム７０上のファイルであ
る場合には、ファイルエイリアス作成ブリッジ６８が、
要求されたブロックを、補助ファイルシステム７０上の
ファイルの対応するブロックに変換する。補助ファイル
システム７０の一例は、たとえば、デジタルカメラによ
って記録される写真画像ファイルを格納するために用い
られるコンパクトフラッシュ（登録商標）カードあるい
はＰＣＭＣＩＡフラッシュカードによって利用されるフ
ァイルシステムである。

【００３８】上記の内容から、本発明によって提供され
る仮想ファイルシステムが、当分野において著しい前進
を表すことは理解されよう。本発明のいくつかの特定の
実施形態が記載されおよび図示されてきたが、本発明
は、そのように記載および図示される特定の方法、形態
あるいは部品の配置に限定されない。特に、そのファイ
ルシステムは、ブートセクタのような付加領域を含む場
合があり、ＦＡＴ領域の冗長なコピーを含む場合があ
る。ルートディレクトリおよび中間レベルディレクトリ
は、限定はしないが、自己参照ディレクトリ（通
常、“．”ディレクトリとして示される）、および親デ
ィレクトリ（通常、“．．”ディレクトリとして示され
る）を含む、明瞭に示すために省略されている付加的な
予め定義されたディレクトリあるいはファイルを含む場
合があることも理解されたい。さらに、好ましい実施形
態では、ファイルサイズは、第Ｙレベルのディレクトリ
がアクセスされる際に固定されているが、実施形態によ
っては、ホストコンピュータのオペレーティングシステ
ムの動きに応じて、ファイル自体がアクセスされるま
で、結合が延期される場合もある。本発明は、多種態様
な従来型の埋込み式のコンピュータシステムにおいて用
いられることが有利である。本発明は、特許請求の範囲
によってのみ限定される。

【００３９】以下に本発明の実施態様の例を列挙する。〔実施態様１〕仮想ファイルシステム（１０）からデ
ータを読み出すための方法（１００）であって、所定の
ディレクトリの階層（２０）を有するファイル構造（１
５）に対応するデータブロック（２）の論理構成（３
０）を定義するステップ（１０２）であって、前記各デ
ータブロック（２）はさらに内容を有する、該定義する
ステップと、前記論理構成（３０）において指定された
場所を有する、格納されないデータブロック（２）の前
記内容を提供するための要求を受信するステップ（１０
４）と、前記所定のディレクトリの階層（２０）と、前
記指定された場所とに基づいて、前記格納されないデー
タブロック（２）の前記内容を計算するステップ（１１
４）とを含む方法。〔実施態様２〕前記所定のディレクトリの階層（２
０）は、１組の最も低いレベルのディレクトリをさらに
含み、前記最も低いレベルのディレクトリはそれぞれ、
所定のファイルプレイスホルダを有し、前記格納されな
いデータブロック（２）は、前記最も低いレベルのディ
レクトリのうちの選択されたディレクトリに対応し、前
記ファイル構造（１５）は、所定の１組のファイルを含
み、前記最も低いレベルのディレクトリのうちの前記選
択されたディレクトリのための前記ファイルプレイスホ
ルダを、前記所定の１組のファイルのうちの対応する１
つのファイルに結び付けるステップ（１１２）をさらに
含む実施態様１に記載の方法。〔実施態様３〕前記所定の１組のファイルはそれぞ
れ、最大ファイルサイズを有し、前記ファイルプレイス
ホルダに関連するデータの量を決定するステップ（１１
０）と、前記データの量に少なくとも等しい最大ファイ
ルサイズを有するように、前記所定の１組のファイルの
うちの前記対応するファイルを選択するステップ（１１
２）とをさらに含む実施態様２に記載の方法。〔実施態様４〕前記所定の１組のファイルのうちの対
応する１つのファイルに関連する付加的な格納されない
データブロック（２）の内容を提供するための付加的な
要求を受信するステップ（１０４）と、前記付加的な格
納されないデータブロック（２）の前記内容を生成する
ステップとをさらに含む実施態様２に記載の方法。〔実施態様５〕前記生成するステップは、前記付加的
な要求に応答して、前記内容を動的に生成するステップ
（１１８）を含む実施態様４に記載の方法。〔実施態様６〕前記生成するステップは、補助ファイ
ルシステム（７０）から前記内容を取得するステップ
（１２０）を含む実施態様４に記載の方法。〔実施態様７〕前記仮想ファイル構造（１５）は、前
記データブロック（２）の線形な論理構成（３０）を提
供する実施態様１に記載の方法。〔実施態様８〕前記結び付けるステップ（１１２）
は、実際のファイルサイズを決定するステップ（１１
０）と、前記実際のファイルサイズに少なくとも等し
い、最も最近使用されていない（ＬＲＵ）ファイルプレ
イスホルダの場所を特定するステップと、前記最も最近
使用されていない（ＬＲＵ）ファイルプレイスホルダ
を、前記所定のファイルプレイスホルダのうちの前記選
択されたプレイスホルダとして割り当てるステップとを
さらに含む実施態様３に記載の方法。〔実施態様９〕仮想ファイルシステム（１０）を提供
するための装置（５０）であって、ディレクトリ階層
（２０）と、種々の最大ファイルサイズを有する１組の
データファイル（１８）とを指定する予め定義されたフ
ァイル構造（１５）と、指定されたデータブロック
（２）のためのブロック読出し要求を受信し、前記指定
されたデータブロック（２）が前記ディレクトリ階層
（２０）に対応するか、前記１組のデータファイル（１
８）に対応するかを判定するように構成される領域識別
装置（５２）と、前記ブロック（２）が前記ディレクト
リ階層（２０）に対応する際に、前記指定されたブロッ
ク（２）のためのデータをアルゴリズムにしたがって計
算するために、前記領域識別装置（５２）に接続される
ブロック計算装置（５４）と、前記ブロック（２）が前
記１組のデータファイル（１８）に対応する際に、前記
指定されたブロック（２）のためのデータを提供するた
めに、前記領域識別装置（５２）に接続されるファイル
生成器（６６）とを備える装置。〔実施態様１０〕前記ブロック計算装置（５４）は、
前記指定されたブロック（２）が１組の最も低いレベル
のディレクトリのうちの任意のディレクトリに対応する
か否かをさらに検出し、前記装置（５０）は、前記最も
低いレベルのディレクトリのうちの選択されたディレク
トリに対応し、前記データのファイルサイズを決定する
ファイルシャドー（６２）を確立するための動的データ
生成器（５８）と、前記指定されたブロック（２）が前
記ファイルシャドー（６２）に対応するか否かを判定
し、対応する場合には、前記動的データ生成器（５８）
から前記ファイルサイズを取得し、前記最も低いレベル
のディレクトリのうちの前記選択された１つのディレク
トリを、少なくとも前記ファイルサイズと同じ大きさの
前記１組のデータファイル（１８）のうちの適当なサイ
ズのファイルに結び付けるために、前記ブロック計算装
置（５４）および前記動的データ生成器（５８）に接続
されるデータバインダ（５６）とをさらに備える実施態
様９に記載の装置。〔実施態様１１〕複数の論理データブロック（２）を
含むファイル空間（３０）を有する仮想ファイルシステ
ム（１０）であって、ルートレベルディレクトリの相互
接続される階層を予め定義する、前記ファイルシステム
（１０）のディレクトリ階層（２０）と、前記ルートデ
ィレクトリの下にある複数の中間レベルディレクトリ
と、前記中間レベルディレクトリの下にある複数の最も
低いレベルのディレクトリを予め定義する、ファイル空
間（３０）内の第１の連続した領域（３２）と、所定の
数の前記データブロック（２）を有する１組のデータフ
ァイル（１８）をそれぞれ予め定義する、前記ファイル
空間（３０）内の複数の第２の連続した領域（３４）
と、前記ファイル空間（３０）において、前記ディレク
トリ（２０）および前記データファイル（１８）のため
の全てのデータブロック（２）を配置するためのファイ
ル割当てテーブルを予め定義する、前記ファイル空間
（３０）内の第３の連続した領域（３６）とを備え、前
記領域は、前記ファイルシステム（１０）を収容するた
めに物理的なメモリ量を低減するために、前記ファイル
システム（１０）が読み出される際に、前記第１および
第３の領域（３２、３６）内の前記データブロック
（２）がアルゴリズムにしたがって計算されるように編
成される仮想ファイルシステム。〔実施態様１２〕前記１組のデータファイル（１８）
のうちの１つの選択されたデータファイルは、前記最も
低いレベルのディレクトリのうちの指定されたディレク
トリが最初にアクセスされる際に、前記指定されたディ
レクトリにリンクされる実施態様１１に記載の仮想ファ
イルシステム。

【００４０】

【発明の効果】上記のように、本発明によれば、ホスト
コンピュータシステムがそのキャッシュおよび他のファ
イルシステムテーブルを削除および再構築することを必
要とすることなく、かつ大きなメモリを必要とすること
なく、ファイルが作成され、削除され、さらに再構成さ
れるようにする、多数のデータファイルにアクセスする
新規の改善されたファイルシステムおよび方法を実現す
ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による仮想ファイルシステムのための典
型的な予め定義されたファイル構造の概略図である。

【図２】図１の仮想ファイルシステムのファイル空間の
概略図である。

【図３】図２のファイル空間の典型的なディレクトリ領
域のさらに詳細な概略図である。

【図４】図２のファイル空間の典型的なファイル割当て
テーブル領域のさらに詳細な概略図である。

【図５】図１の仮想ファイルシステムからデータを読み
出すための方法の流れ図である。

【図６】図５の流れ図のデータブロック計算部分のさら
に詳細な流れ図である。

【図７】図１の仮想ファイルシステムを提供するための
装置のブロック図である。

【符号の説明】

２データブロック１０仮想ファイルシステム１５ファイル構造１８１組のデータファイル２０ディレクトリ階層３０論理構成（ファイル空間）３２第１の連続した領域３４第２の連続した領域３６第３の連続した領域５０装置５２ブロック識別装置５４ブロック計算装置５６ファイルバインダ５８動的データ生成器６２ファイルシャドー６６ファイル生成器７０補助ファイルシステム

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】仮想ファイルシステム（１０）からデー
タを読み出すための方法（１００）であって、所定のディレクトリの階層（２０）を有するファイル構
造（１５）に対応するデータブロック（２）の論理構成
（３０）を定義するステップ（１０２）であって、前記
各データブロック（２）はさらに内容を有する、該定義
するステップと、前記論理構成（３０）において指定された場所を有す
る、格納されないデータブロック（２）の前記内容を提
供するための要求を受信するステップ（１０４）と、前記所定のディレクトリの階層（２０）と、前記指定さ
れた場所とに基づいて、前記格納されないデータブロッ
ク（２）の前記内容を計算するステップ（１１４）とを
含む方法。
【請求項２】前記所定のディレクトリの階層（２０）
は、１組の最も低いレベルのディレクトリをさらに含
み、前記最も低いレベルのディレクトリはそれぞれ、所
定のファイルプレイスホルダを有し、前記格納されない
データブロック（２）は、前記最も低いレベルのディレ
クトリのうちの選択されたディレクトリに対応し、前記
ファイル構造（１５）は、所定の１組のファイルを含
み、前記最も低いレベルのディレクトリのうちの前記選択さ
れたディレクトリのための前記ファイルプレイスホルダ
を、前記所定の１組のファイルのうちの対応する１つの
ファイルに結び付けるステップ（１１２）をさらに含む
請求項１に記載の方法。
【請求項３】前記所定の１組のファイルはそれぞれ、
最大ファイルサイズを有し、前記ファイルプレイスホルダに関連するデータの量を決
定するステップ（１１０）と、前記データの量に少なくとも等しい最大ファイルサイズ
を有するように、前記所定の１組のファイルのうちの前
記対応するファイルを選択するステップ（１１２）とを
さらに含む請求項２に記載の方法。
【請求項４】前記所定の１組のファイルのうちの対応
する１つのファイルに関連する付加的な格納されないデ
ータブロック（２）の内容を提供するための付加的な要
求を受信するステップ（１０４）と、前記付加的な格納されないデータブロック（２）の前記
内容を生成するステップとをさらに含む請求項２に記載
の方法。
【請求項５】前記生成するステップは、前記付加的な
要求に応答して、前記内容を動的に生成するステップ
（１１８）を含む請求項４に記載の方法。
【請求項６】前記生成するステップは、補助ファイル
システム（７０）から前記内容を取得するステップ（１
２０）を含む請求項４に記載の方法。
【請求項７】前記仮想ファイル構造（１５）は、前記
データブロック（２）の線形な論理構成（３０）を提供
する請求項１に記載の方法。
【請求項８】前記結び付けるステップ（１１２）は、実際のファイルサイズを決定するステップ（１１０）
と、前記実際のファイルサイズに少なくとも等しい、最も最
近使用されていない（ＬＲＵ）ファイルプレイスホルダ
の場所を特定するステップと、前記最も最近使用されていない（ＬＲＵ）ファイルプレ
イスホルダを、前記所定のファイルプレイスホルダのう
ちの前記選択されたプレイスホルダとして割り当てるス
テップとをさらに含む請求項３に記載の方法。
【請求項９】仮想ファイルシステム（１０）を提供す
るための装置（５０）であって、ディレクトリ階層（２０）と、種々の最大ファイルサイ
ズを有する１組のデータファイル（１８）とを指定する
予め定義されたファイル構造（１５）と、指定されたデータブロック（２）のためのブロック読出
し要求を受信し、前記指定されたデータブロック（２）
が前記ディレクトリ階層（２０）に対応するか、前記１
組のデータファイル（１８）に対応するかを判定するよ
うに構成される領域識別装置（５２）と、前記ブロック（２）が前記ディレクトリ階層（２０）に
対応する際に、前記指定されたブロック（２）のための
データをアルゴリズムにしたがって計算するために、前
記領域識別装置（５２）に接続されるブロック計算装置
（５４）と、前記ブロック（２）が前記１組のデータファイル（１
８）に対応する際に、前記指定されたブロック（２）の
ためのデータを提供するために、前記領域識別装置（５
２）に接続されるファイル生成器（６６）とを備える装
置。
【請求項１０】前記ブロック計算装置（５４）は、前
記指定されたブロック（２）が１組の最も低いレベルの
ディレクトリのうちの任意のディレクトリに対応するか
否かをさらに検出し、前記装置（５０）は、前記最も低いレベルのディレクトリのうちの選択された
ディレクトリに対応し、前記データのファイルサイズを
決定するファイルシャドー（６２）を確立するための動
的データ生成器（５８）と、前記指定されたブロック（２）が前記ファイルシャドー
（６２）に対応するか否かを判定し、対応する場合に
は、前記動的データ生成器（５８）から前記ファイルサ
イズを取得し、前記最も低いレベルのディレクトリのう
ちの前記選択された１つのディレクトリを、少なくとも
前記ファイルサイズと同じ大きさの前記１組のデータフ
ァイル（１８）のうちの適当なサイズのファイルに結び
付けるために、前記ブロック計算装置（５４）および前
記動的データ生成器（５８）に接続されるデータバイン
ダ（５６）とをさらに備える請求項９に記載の装置。
【請求項１１】複数の論理データブロック（２）を含
むファイル空間（３０）を有する仮想ファイルシステム
（１０）であって、ルートレベルディレクトリの相互接続される階層を予め
定義する、前記ファイルシステム（１０）のディレクト
リ階層（２０）と、前記ルートディレクトリの下にある
複数の中間レベルディレクトリと、前記中間レベルディ
レクトリの下にある複数の最も低いレベルのディレクト
リを予め定義する、ファイル空間（３０）内の第１の連
続した領域（３２）と、所定の数の前記データブロック（２）を有する１組のデ
ータファイル（１８）をそれぞれ予め定義する、前記フ
ァイル空間（３０）内の複数の第２の連続した領域（３
４）と、前記ファイル空間（３０）において、前記ディレクトリ
（２０）および前記データファイル（１８）のための全
てのデータブロック（２）を配置するためのファイル割
当てテーブルを予め定義する、前記ファイル空間（３
０）内の第３の連続した領域（３６）とを備え、前記領域は、前記ファイルシステム（１０）を収容する
ために物理的なメモリ量を低減するために、前記ファイ
ルシステム（１０）が読み出される際に、前記第１およ
び第３の領域（３２、３６）内の前記データブロック
（２）がアルゴリズムにしたがって計算されるように編
成される仮想ファイルシステム。
【請求項１２】前記１組のデータファイル（１８）の
うちの１つの選択されたデータファイルは、前記最も低
いレベルのディレクトリのうちの指定されたディレクト
リが最初にアクセスされる際に、前記指定されたディレ
クトリにリンクされる請求項１１に記載の仮想ファイル
システム。