JP2003114817A - 情報記憶媒体及び情報記録方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】複数のファイルシステムの夫々の長所を生かす
ことが可能な情報記憶媒体を提供すること。 【解決手段】所定のファイルシステムで管理される論理
空間を有する情報記憶媒体（１）であって、異なる２種
類のファイルシステムのどちらか一方のファイルシステ
ムで前記論理空間が管理され、この論理空間上に他方の
ファイルシステムの空間領域を指定するためのファイル
（１００７）を有する。

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、所定のファイル
システムで管理される論理空間を有する情報記憶媒体に
関する。また、この発明は、所定のファイルシステムで
管理される論理空間を有する情報記憶媒体に対して情報
を記録する情報記録方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報記録媒体（光ディスク）に適合した
ファイルシステムとしてＵＤＦ（ Universal Disk Form
at ）規格が存在する。このＵＤＦ規格の詳細は、「Uni
versalDisk Format Specification Revision ２.０
０ April ３，１９９８Optical Storage Technology
Association」に記載されている。

【０００３】現在、全てのＤＶＤ（Digital Versatile
Disk）に関するファイルシステムは、このＵＤＦ規格を
採用している。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】ＤＶＤ規格において、
以下（１）〜（３）に示すような問題がある。

【０００５】（１）ＵＤＦで規定されているファイルシ
ステム構造は複雑なため、処理が煩雑となる。この問題
を解決するため、ＣＥ（ Consumer Electronics ）市場
に特化した簡単な構造を持つファイルシステムを導入す
ると、情報記録再生装置または情報再生装置の記録・再
生処理が大幅に簡素化され、ソフトミス（バグ）が発生
し辛い安定なシステム（情報記録再生装置または情報再
生装置）が提供できる。

【０００６】（２）しかし、ＣＥ市場に特化した独自の
ファイルシステムでは従来のＤＶＤファイルを扱えな
い。従来のＤＶＤアプリケーションは光ディスク上にＡ
Ｖファイルを記録する場合に、ＵＤＦを採用している。
このため、ＣＥ市場に特化した独自のファイルシステム
では既存のＤＶＤアプリケーションファイルを取り扱う
事が出来ない。

【０００７】（３）ＤＶＤ規格ではＰＣ／ＡＶファイル
の混在環境を想定しており、ＤＶＤアプリケーション規
格により定義されているファイルだけでなく、ワープロ
や表計算ソフトのファイルなどを一つのディスク上で統
一的に扱える環境を提供することが望まれている。ＡＶ
専用のファイルシステムではＰＣファイルの取り扱いが
煩雑になる。

【０００８】この発明の目的は、上記問題点を解決する
ためになされたものであり、複数のファイルシステムの
夫々の長所を生かすことが可能な情報記憶媒体及び情報
記録方法を提供することにある。

【０００９】つまり、同一の情報記憶媒体上でＣＥ市場
に特化した簡単な構造を持つファイルシステムの採用を
可能とし、同時に同じ情報記憶媒体上で既存のＤＶＤア
プリケーションファイル及びＰＣファイルの取り扱いを
可能とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決し目的を
達成するために、この発明の情報記憶媒体及び情報記録
方法は、以下のように構成されている。

【００１１】（１）この発明の情報記憶媒体は、所定の
ファイルシステムで管理される論理空間を有し、異なる
２種類のファイルシステムのどちらか一方のファイルシ
ステムで前記論理空間が管理され、この論理空間上に他
方のファイルシステムの空間領域を指定するためのファ
イルを有する。

【００１２】（２）この発明の情報記録方法は、所定の
ファイルシステムで管理される論理空間を有する情報記
憶媒体に対して、異なる２種類のファイルシステムのど
ちらか一方のファイルシステムで前記論理空間を管理
し、この論理空間上に他方のファイルシステムの空間領
域を指定するためのファイルを記録する。

【００１３】

【発明の実施の形態】まず、この発明のポイントを列記
する。

【００１４】（１）ＵＤＦとＣＥ市場に特化した独自の
ファイルシステムと言う異なる２種類のファイルシステ
ムを同一情報記憶媒体上に共存記録させる。

【００１５】（２）異なる２種類のファイルシステムの
どちらか一方のファイルシステムで情報記憶媒体上の論
理空間を管理させ、その論理空間上に他方のファイルシ
ステム空間領域を指定するためのファイルを定義する。

【００１６】（３）ＡＶ特化のファイルアロケーション
に関して強い制限を設けることでＣＥの負荷を軽減す
る。

【００１７】（４）ＵＤＦのファイルシステムドライバ
を持たなくてもＵＤＦ上のファイル操作が可能な仕組み
を得る。

【００１８】以下、この発明の実施の形態について図面
を参照して説明する。

【００１９】図１は、ＣＥ環境に特化したファイルシス
テムとＤＶＤで使用されているＵＤＦとの間の共存方法
を示している。光ディスク（情報記憶媒体）１０００上
のＤＶＤ用のファイルはＵＤＦ上で特別に割り当てられ
たディレクトリに格納される。ここでは記録系アプリケ
ーションファイルを格納するために定義されたＤＶＤ＿
ＲＴＡＶ Directories１００１に複数のファイルが置
かれている状態を示している。

【００２０】この実施例では従来のＶｉｄｅｏ記録用フ
ァイル群（ＶＲ＿ＭＡＮＧＲ．ＩＦＯ １００２、ＶＲ
＿ＭＯＶＩＥ．ＶＲＯ １００３、ＶＲ＿ＳＴＩＬＬ．
ＶＲＯ１００４、ＶＲ＿ＡＵＤＩＯ．ＶＲＯ １００
５、ＶＲ＿ＭＡＮＧＲ．ＢＵＰ１００６）に加え新規に
定義されるファイルＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ
１００７が置かれている。従来のＶｉｄｅｏ記録用ファ
イル群はＵＤＦで直接管理される。それに対して、ＣＥ
＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦはファイルの占有するエ
リアはＵＤＦ上に定義されるもののＵＤＦとは別のＣＥ
環境に特化したファイルシステム空間を内部に持ってい
ることを特徴とする。このＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．
ＣＥＦはファイルではあるが１つのパーティションのよ
うな機能を持つ。すなわち、このファイルはコンテンツ
サイズに応じて変わるのではなく、まずは領域として確
保されるだけである。この領域確保の時だけＵＤＦ上に
ファイル登録される必要があり、いったんＵＤＦ上にフ
ァイル登録された後は、このファイル内の情報を書き換
えてもファイルサイズ及び占有しているアドレス位置は
変化しない。すなわち、ＵＤＦ上は不変の領域となる。
もし、ファイルサイズを変更する場合には以降に示すよ
うに特別のプロセスを経ることが必要となる。

【００２１】図２は、図１で示した方法において、ＵＤ
Ｆ論理アドレス空間上で各種ファイルの配置設定方法を
比較したものである。まず、ＰＣファイルとＤＶＤアプ
リケーションの管理ファイルについて、ファイルアロケ
ーション上はセクタ単位の割り当てとする。この例のセ
クタサイズは２ＫＢである。次にＤＶＤオブジェクトフ
ァイル（画像用ファイル）は不連続部分を含有する連続
領域であるＣＤＡ(Contiguous Data Area)の最小サイズ
が２ＭＢであり、ＣＤＡ中に欠陥セクタ等が含まれる場
合には連続性がとぎれてしまう。このため、再生時のバ
ッファーアンダーランを防止するためにＣＤＡサイズを
調整する。例えば、ＤＶＤ−ＲＡＭの場合には連続性が
とぎれてしまう場所は、欠陥セクタ、ゾーンバウンダ
リ、他のファイルが入る、場合がある。ＣＤＡサイズを
計算するためにはこれらの不連続点の数（セクタ数）と
分布を考慮することが必要である。記録時に新たに発見
された欠陥が無い場合には、記録位置に関する情報をホ
ストはあらかじめ入手できるのでＣＤＡサイズを計算す
ることが可能である。記録時に新たに発見された欠陥を
スキップする場合には発見された時点で必要十分なＣＤ
Ａサイズを求めるためには再計算が必要となる。このよ
うなリアルタイム処理の方法についてはセットの作り方
によるが、記録された結果が、再生時にバッファーアン
ダーランを発生させない状態になっていればよい。

【００２２】ＤＶＤオブジェクトファイルの場合には記
録時にはシームレス再生を保証するようなアロケーショ
ンが必要となっているが、記録後に編集した場合にはシ
ームレスは条件となっていない。例えば、記録データの
一部を削除する場合には２ＫＢ単位（セクタ）で処理す
ることが可能である。また、ＣＤＡとＵＤＦ上のＥｘｔ
ｅｎｔ（ファイルの部分であり、１つ以上のＥｘｔｅｎ
ｔを結合して１ファイルが構成される）との関係は、１
つのＣＤＡは１つ以上のＥｘｔｅｎｔで構成される。こ
れはＥｘｔｅｎｔが定義上連続であることになっている
から、不連続箇所を含むとその場所でＥｘｔｅｎｔの分
割が必要となるからである。また、ＤＶＤオブジェクト
ファイルの場合にはＣＤＡの境界位置はいくらでも動き
うる。

【００２３】図３は、図１で示した方法でのＵＤＦ論理
アドレス空間上でのＤＶＤオブジェクトファイルの配置
設定方法の例である。ＤＶＤ Object File 位置を指定
するＣＤＡ（あるいはExtent）のサイズ（Ｋ、Ｍ、Ｎ）
は、Ｋ≧２ＭＢ、Ｍ≧２ＭＢ、Ｎ≧２ＭＢを満足する限
り、２ＫＢの整数倍として任意の値に設定される。ＣＤ
ＡサイズとExtentサイズは必ずしも一致する必要は無
く、１個以上のExtentから１個のＣＤＡを構成する。２
ＫＢ単位でのファイル内の追加／解放が可能である。例
えば、ＣＤＡ＃３に含まれるデータ（サイズＮ１）の部
分削除に伴い、ＣＤＡ＃３が、ＣＤＡ＃３ａとＣＤＡ＃
３ｂに分断されることがある。なお、削除データのサイ
ズＮ１＋ＣＤＡ＃３ａのサイズＮ２＋ＣＤＡ＃３ｂのサ
イズＮ３＝Ｎ、且つＮ２≧２ＭＢ、Ｎ３≧２ＭＢの関係
が成り立つ。

【００２４】これに対してＣＥ環境に特化したファイル
システム空間を表すファイル内では、ＤＶＤオブジェク
トファイルの基本単位であるＣＤＡを固定サイズ（４Ｍ
Ｂ以上）として扱う。ただし、ＣＤＡサイズをあまり小
さくすると再生時のバッファーアンダーランが発生する
ので、例えば４ＭＢとする。更に大きなサイズを割り当
てることも可能であるが、基本単位があまり大きいと今
度はディスクの使用効率が悪くなる。このＣＥ特化のフ
ァイルシステム内ではＰＣファイルが入り込むことは無
いのであらかじめ固定サイズ単位の領域をあらかじめ設
定しておくことが可能である。例えば４ＭＢ単位とした
場合には、ＣＤＡの境界は４ＭＢ単位に存在し変化しな
い。言い方を変えると、このファイルサイズは４ＭＢの
倍数になっている。

【００２５】図４は、図１に示した方法でのＵＤＦ論理
アドレス空間上でのＣＥ環境に特化したファイルシステ
ム空間を表すファイルの配置設定方法の例である。ＣＥ
＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦファイルのFile Entry
＝ＦＥ（ＡＤ（Ｌ、Ｄ）、ＡＤ（Ｌ、Ｅ）、ＡＤ（Ｌ、
Ｅ＋Ｌ）、ＡＤ（Ｌ、Ｆ）、ＡＤ（Ｌ、Ｆ＋２Ｌ））Ｃ
ＤＡサイズとExtentサイズは等しく、全てのＣＤＡサイ
ズが一定（４ＭＢ以上）。ＣＥ環境に特化したファイル
システム空間内での擬似ファイル（ＡＶ＿ＦＩＬＥ＿０
１．ＭＰＧ／ＡＶ＿ＦＩＬＥ＿０２．ＭＰＧ）サイズ
は、ＣＤＡサイズの整数倍とし、ディスク状の配置場所
はＣＤＡの配置場所と一致させる。ＡＶ擬似ファイルは
固定長ＣＤＡ単位での追加／解放を行う。

【００２６】図５は、図１に示した方法での各種ファイ
ルと擬似ファイルの表示例説明図である。ここに示した
ようにＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦについては、
内部はファイル構成をとっており、ＰＣ上でこのファイ
ル内のＣＥファイル群を見るためには、特別のファイル
Ｖｉｅｗｅｒを介する必要がある。また、このようにＣ
Ｅ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ内はファイル群で構成
されているので、必要があれば、各ファイルをＵＤＦか
ら直接見える領域に取り出すことが可能である。一度Ｕ
ＤＦから直接見える場所に取り出されたファイルなら通
常のＰＣ上のファイル操作でコピー、移動操作すること
が可能となる。また、逆にＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．
ＣＥＦに戻すことも可能である。基本的に、シームレス
再生を行うためにはディスク上のアロケーションに工夫
が必要であるため、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ
に取り込む時点で、特別なアロケーションツール介して
行うことになる。

【００２７】ここで、ＣＥ環境に特化したファイルシス
テム及びＵＤＦの両者のメリットの比較、及び同一記憶
媒体上に両者を共存させる意義についてまとめる。

【００２８】ＣＥ環境に特化したファイルシステムを採
用するメリットとしは以下のようなものが挙げられる。

【００２９】（１）使用目的をＡＶ情報記録に特化さ
せ、最適で簡素なファイルシステムにして、制御用ソフ
トウェアのコンパクト化を図ることができる。このファ
イルシステム内でのＰＣファイルの混在記録を禁止し、
制御ソフトウェアを簡素化する。

【００３０】（２）ＣＥ環境に特化し、コンパクトなフ
ァイルシステムコンポーネントを構築し、上位レイヤー
での統合活用を可能にする。上位レイヤーでのＰＣファ
イルとの共存を可能とする。

【００３１】ファイルシステムとしてＵＤＦを採用する
メリットとしては以下のようなものが挙げられる。

【００３２】（１）現行ＤＶＤ規格に基づいて作成する
ＡＶ情報の記録が可能となる。

【００３３】（２）ＰＣファイルの混在記録が可能とな
る。

【００３４】（３）既に製品化されたＤＶＤ関連製品の
ファイルシステムに関する制御部の有効活用が可能とな
る。

【００３５】同一記憶媒体上に両者を共存させることに
より、両者のメリットを引き出すことができる。

【００３６】ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦをアロ
ケートするときの制限として次のようなものが考えられ
る。

【００３７】（１）再配置を禁止する 例えば、ファイルシステムレベルでデフラグなどを行う
と配置がずれてしまうので、ファイルタイプ２４９ある
いはＤＶＤ専用に新規番号の割り当て、Non-Relocatabl
eに設定しておくなど、ＵＤＦ上の特別な管理が必要で
ある。ＵＤＦに対して再配置が禁止されれば、割り当て
られた領域が変化しないのでＬＳＮ（Logical Address
Number）などファイルとして割り当てられている領域情
報をファイル内に持って、その中だけで処理することが
可能となる。

【００３８】（２）ファイルのスタートアドレスを固定
にする ファイルのスタートアドレスを固定にすることができれ
ばＵＤＦを解釈することなく、ＣＥは記録再生処理を行
うことができる。

【００３９】（３）ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ
の構成を示すファイルを別定義して配置 全Ｅｘｔｅｎｔの位置情報を１ファイルに集めて置いて
おく。

【００４０】図６は、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥ
Ｆのファイルサイズの拡大（縮小）例である。ファイル
は、１つ以上の領域によって構成されており、それぞれ
の領域は、固定長Ｌの倍数を単位としてサイズが可変に
なっている。

【００４１】図７は、ＵＤＦによる従来のＶｏｌｕｍｅ
＆ＦｉｌｅＳｔｒｕｃｔｕｒｅ（ボリューム＆ファイル
ストラクチャー）の読み出し手順である。これに対し
て、図８で示したようにＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．Ｃ
ＥＦを適切に設定することでＵＤＦの解釈を大幅に減ら
して、Ｖｏｌｕｍｅ＆ＦｉｌｅＳｔｒｕｃｔｕｒｅを読
み出すことが可能となる。ここでは、固定ＬＳＮに配置
したＴｒｉｇｇｅｒ（トリガー）ファイルを定義するこ
とで、このＴｒｉｇｇｅｒファイルをサーチしてＵＤＦ
の解釈を不要にした例を示している。Ｔｒｉｇｇｅｒフ
ァイルとは、図１０に示したようにＣＥ＿ＦＩＬＥ＿Ａ
ＲＥＡ．ＣＥＦの位置情報を示したものである。このＴ
ｒｉｇｇｅｒファイルを定義することにより装置はＵＤ
Ｆを解釈しなくてもファイルの位置が特定できる。Ｔｒ
ｉｇｇｅｒファイルの解釈は必要であるが、ＵＤＦを解
釈することに比べて遙かに容易である。

【００４２】図１１〜図１３にＴｒｉｇｇｅｒファイル
の活用例を示した。例えばＴｒｉｇｇｅｒファイルであ
るか否かを確認するために定義している識別子２５６バ
イトがあれば識別誤りが発生する確率が十分小さい。こ
のバイト数は必要に応じて小さくしてもよい。Ｔｒｉｇ
ｇｅｒファイルはあらかじめ決めた固定ＬＳＮに配置さ
れておりそこからＭセクタ分をＴｒｉｇｇｅｒファイル
領域と決めておき、Ｔｒｉｇｇｅｒファイルの内容を複
数回、異なるＥＣＣブロックに配置しておけば何らかの
障害が発生してファイルの先頭が読み出せなくなっても
情報取り出しが可能である。

【００４３】図１１に示すように、Ｔｒｉｇｇｅｒファ
イルの位置が確認される。まず、固定ＬＳＮからはじめ
のセクタが読み込まれ（ＳＴ１１）、識別子（ＲＢＰ０
〜２５５）が調べられる（ＳＴ１２）。Ｔｒｉｇｇｅｒ
ファイルであることが確認されると（ＳＴ１３）、分割
領域数（ＲＢＰ２５６〜２５７）が確認され（ＳＴ１
４）、ファイルの位置が確認される（ＳＴ１５）。必要
に応じて２セクタ目以降が読み込まれる（ＳＴ１６）。

【００４４】続いて、図１２を参照して、はじめのセク
タが読み出せない場合について説明する。はじめのセク
タが読み出せない場合には、次のＥＣＣ（Error Correc
tionCode）ブロックの先頭セクタが読み出される（ＳＴ
２１）。規定のアドレスを超える場合には（ＳＴ２２、
ＹＥＳ）、エラーとなる（ＳＴ２３）。規定のアドレス
以下であれば（ＳＴ２２、ＮＯ）、識別子（ＲＢＰ０〜
２５５）が調べられる（ＳＴ２４）。Ｔｒｉｇｇｅｒフ
ァイルであることが確認されると（ＳＴ２５、ＹＥ
Ｓ）、分割領域数（ＲＢＰ２５６〜２５７）が確認され
（ＳＴ２６）、ファイルの位置が確認される（ＳＴ２
７）。必要に応じて２セクタ目以降が読み込まれる（Ｓ
Ｔ２８）。

【００４５】続いて、図１３を参照して、領域の追加削
除を行う場合の処理について説明する。追加削除可能な
単位に注意してＵＤＦ上で領域追加削除が処理され（Ｓ
Ｔ３１）、これにあわせてＴｒｉｇｇｅｒファイルが変
更される（ＳＴ３２）。

【００４６】図９では、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．Ｃ
ＥＦの割り当てとＷＲＩＴＥ／ＲＥＡＤ処理方法につい
て示している。ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦはは
じめにＵＤＦでＬＢＮ（Logical Block Number）内に割
り当てられる。割り当てられた後、ファイルの位置情報
をＴｒｉｇｇｅｒファイルに記録する。この例ではＴｒ
ｉｇｇｅｒファイルもＵＤＦに配置されたファイルであ
り、Ｔｒｉｇｇｅｒファイルの置かれている位置はあら
かじめ決められた固定ＬＳＮから始まるあらかじめ決め
られたＭセクタ分である。このようにいったんＴｒｉｇ
ｇｅｒファイルが生成されれば、ＣＥ装置ではＵＤＦを
解釈するのではなくＴｒｉｇｇｅｒファイルからＣＥ＿
ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦを認識して（ＳＴ９１）、
アプリケーション内で使われるアドレス（ＡＤＡＰ：Ad
dress in Application）を決定し（ＳＴ９２）、このＡ
ＤＡＰをＬＳＮに変換し（ＳＴ９３）、変換されたＬＳ
ＮによりＷＲＩＴＥ／ＲＥＡＤが可能となる（ＳＴ９
４）。

【００４７】自由度を大きくするためにＴｒｉｇｇｅｒ
ファイルは実体のファイルであるＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲ
ＥＡ．ＣＥＦから分離した。しかし、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿
ＡＲＥＡ．ＣＥＦ内（例えば先頭）にＴｒｉｇｇｅｒフ
ァイルに記録される内容があってもよい。その場合ＣＥ
＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦの先頭ＬＳＮが固定であ
ればＣＥ装置にとって有利である。

【００４８】上記の仕組みをシステムとして構成した例
が図１４である。ホストではＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥ
Ａ．ＣＥＦを扱うためのＬｏｃａｌ ＦＳドライバを持
ちドライブコマンド制御部を介してドライブをコントロ
ール可能である。例えば、はじめにディスクの全領域を
ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦとしてしまえばそれ
以降全くＵＤＦ管理を行うことなく簡易なシステム制御
が可能となる。

【００４９】また、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ
をＤＶＤ＿ＲＴＡＶ Directories１００１全体に予め
アサインすることにより、ＵＤＦの変更を不要にするこ
ともできる。

【００５０】以下、図１７〜図１９に示すフローチャー
トを参照して、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ空間
に対する記録、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ空間
の追加、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ空間の縮小
などについて説明する。

【００５１】最初に、図１７に示すフローチャートを参
照して、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ空間への記
録処理についてまとめる。まず、Ｔｒｉｇｇｅｒファイ
ルを参照の上、未記録ＣＤＡが探され（ＳＴ４１）、未
記録ＣＤＡに対してスタートポイントがセットされ（Ｓ
Ｔ４２）、記録が開始される（ＳＴ４３）。未記録ＣＤ
Ａの残容量が所定容量を下回ると（ＳＴ４４、ＮＯ）、
追加処理（Ｔｒｉｇｇｅｒファイル再設定）が実行され
る（ＳＴ４６）。記録が継続されている間（ＳＴ４５、
ＹＥＳ）、ＳＴ４４〜ＳＴ４６の処理が繰り返される。

【００５２】続いて、図１８に示すフローチャートを参
照して、未記録ＣＤＡの追加処理をまとめる。まず、ア
プリケーションエンジンからＵＤＦドライバに対して追
加が指示される（ＳＴ５１）。これに伴いファイルの実
体が拡張される（ＳＴ５２）。つまり、Ｔｒｉｇｇｅｒ
ファイルが変更される。

【００５３】続いて、図１９に示すフローチャートを参
照して、ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦのサイズ縮
小処理について説明する。ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．
ＣＥＦのサイズの縮小は、例えば、ＵＤＦ上のデータが
満杯になったときに実行される。まず、アプリケーショ
ンエンジンからＵＤＦドライバに縮小が指示される（Ｓ
Ｔ６１）。これに伴いＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥ
Ｆが解釈され空きが調査され（ＳＴ６２）、ファイルの
実体が縮小される（ＳＴ６３）。つまり、Ｔｒｉｇｇｅ
ｒファイルが変更される。

【００５４】図１５に図１とは異なる本発明の他の実施
例を説明する。図１ではＵＤＦ空間をベースとし、その
中にファイル定義によりＣＥ環境に特化したファイルシ
ステム空間を構築した。それに対して図１５では光ディ
スク（情報記憶媒体）上の全論理空間を“ＣＥ環境に特
化したファイルシステム空間”に割り当て、ＣＥ環境に
特化したファイルシステム空間をベースにする。そして
“ＣＥ環境に特化したファイルシステム空間”内に例え
ば“ ＵＤＦ_ＦＩＬＥ_ＡＲＥＡ.ＵＤＦ ”と言う名の
ファイルを定義して、そのファイルの配置場所としてＤ
ＶＤで使用されているファイルシステムとしての“ＵＤ
Ｆ空間”を割り当てる。

【００５５】図１５に示した方法での各ファイルの記録
方法を図１６に示した。図１５の方法を採用した場合に
は図１６に示すように、光ディスク（情報記憶媒体）上
の全論理アドレス空間上を固定サイズ（例えば４ＭＢ以
上）のＣＤＡで等分割し、記録ファイルの配置場所をそ
のＣＤＡ位置を基準として割り当てる所に特徴が有る。
すなわちＵＤＦ空間を割り当てるためのファイルである
“ ＵＤＦ_ＦＩＬＥ_ＡＲＥＡ.ＵＤＦ ２００６”の位
置とサイズはこの固定サイズで有る１個のＣＤＡまたは
複数のＣＤＡを割り付ける。

【００５６】図１６に示した実施例ではＣＤＡ＃２４〜
ＣＤＡ＃２６の場所を割り当てている。すなわちこのＣ
ＤＡ＃２４〜ＣＤＡ＃２６の範囲内がＵＤＦ空間として
確立される。ＣＤＡ＃２４〜ＣＤＡ＃２６の範囲内を更
に２ｋＢ単位で分割してＵＤＦ空間内のアドレスである
相対的なＬＢＮ（ Logical Block Number ）を割り当て
る。ＤＶＤの Object File（例えば“ＶＲ_ＭＯＶＩＥ.
ＶＲＯ”ファイル ）はこのＵＤＦ空間内にのみ配置可
能となる。図２に示したように ＤＶＤ Objectfile に
対するＣＤＡは２ＭＢ以上の可変（但し２ｋＢ単位での
変更）サイズで割り当てられ、このファイルの File En
try 内の Allocation Descriptor で示される Extent
は上記の相対的なＬＢＮ（ Logical Block Number ）を
用いて記述される。

【００５７】ＣＥ環境に特化したファイルシステム空間
上での一般ファイル位置も固定サイズのＣＤＡを基準と
して設定される。図１５における“ＡＶ_ＦＩＬＥ_０
１.ＭＰＧ ２００４”と“ＡＶ_ＦＩＬＥ_０２.ＭＰＧ
２００５”がＡＶファイル（映像または音声情報に関係
した Object File ）を意味し、“ＴＯＣ_ＦＩＬＥ.Ｉ
ＦＯ ２００１”と“ＡＶ_ＭＡＮＧ.ＭＮＧ ２００２”
がその Object Filesに関する管理情報が記録された管
理ファイルになっている。Object File で有る“ＡＶ_
ＦＩＬＥ_０１.ＭＰＧ ２００４”及び“ＡＶ_ＦＩＬＥ
_０２.ＭＰＧ ２００５”に対する属性情報が記録され
たファイルが“ＡＶ_ＭＡＮＧ.ＭＮＧ ２００２”で有
り、全体のＴＯＣ（ Table of Contents ：各オブジェ
クト間の再生手順を示す）に関する情報が“ＴＯＣ_Ｆ
ＩＬＥ.ＩＦＯ ２００１”内に記録されている。

【００５８】ここで、上記したこの発明の構成及び作用
効果についてまとめる。

【００５９】（１）この発明の情報記憶媒体は、所定の
ファイルシステムで管理される論理空間を有し、異なる
２種類のファイルシステムのどちらか一方のファイルシ
ステムで前記論理空間が管理され、この論理空間上に他
方のファイルシステムの空間領域を指定するためのファ
イルを有する。

【００６０】（２）この発明の情報記録方法は、所定の
ファイルシステムで管理される論理空間を有する情報記
憶媒体に対して、異なる２種類のファイルシステムのど
ちらか一方のファイルシステムで前記論理空間を管理
し、この論理空間上に他方のファイルシステムの空間領
域を指定するためのファイルを記録する。

【００６１】上記構成により、下記の作用効果が得られ
る。

【００６２】（１）追記（境界位置の移動含む）処理 事前に２種類のファイルシステム領域を設定するがファ
イルの追加を繰り返すと一方の領域が狭くなり、２種類
のファイルシステム領域間の境界位置を移動させる必要
が発生する。本発明では情報記憶媒体上の論理空間を管
理するファイルシステム側で他方のファイルシステム空
間領域を指定するためのファイルサイズを変更するだけ
で容易に境界位置の移動が可能となる。つまり、追記
（境界位置の移動含む）処理の容易性が高い。

【００６３】（２）既存ＤＶＤアプリケーション規格上
のＡＶファイルとＣＥ市場に特化した独自のファイルシ
ステム上に構築されるアプリケーションファイル間の記
録再生 ２種類のファイルシステム領域が完全に分離され、基本
的に一方のファイルシステム上の記録・再生処理が他方
のファイルシステムに影響を及ぼす事が内ので両者間の
記録再生の容易性が高い。

【００６４】（３）ＰＣアプリケーションファイル 現存のＤＶＤ規格に準拠した情報記憶媒体（光ディス
ク）で実現されているようにＵＤＦで定義された論理空
間上にＰＣアプリケーションファイルを記録することは
容易となる。

【００６５】（４）既存のライティングソフト 現存のＤＶＤプレーヤーやＤＶＤレコーダーはＵＤＦ上
で処理できるようにシステムアップされているので、Ｕ
ＤＦ領域に関して既存のＤＶＤライティングソフトで記
録可能となる。

【００６６】（５）既存のファイルシステムドライバー 現存のＤＶＤプレーヤーやＤＶＤレコーダーはＵＤＦ上
で処理できるようにシステムアップされているので、Ｕ
ＤＦ領域に関して既存の既存のファイルシステムドライ
バーを使える。

【００６７】（６）アロケーションロジック 本発明では情報記憶媒体上の論理空間を管理するファイ
ルシステム側で“ファイル位置指定”の形で他方のファ
イルシステム空間領域を指定するためアロケーションロ
ジックが単純化される。

【００６８】（７）ファイルシステムードライバーの簡
素化 ファイルシステムードライバーの簡素化を図ることがで
きる。

【００６９】（８）テスト 現存のＤＶＤプレーヤーやＤＶＤレコーダーはＵＤＦ上
で処理できるようにシステムアップされているので、Ｕ
ＤＦ空間上でのテストソフトとして既存のソフトが使用
できるのでＵＤＦ空間上でのテストが非常に容易とな
る。

【００７０】（９）部分消去とＦＳ管理 アプリケーション上の部分消去とＦＳ管理への連携容易
性が確保されている。

【００７１】次に、図２０〜図２９を用いてファイルシ
ステムの一方式としてのＵＤＦについて説明する。

【００７２】 ＜＜＜ＵＤＦの概要説明（ＵＤＦとは何か）＞＞＞ ＜＜ＵＤＦとは何か＞＞ＵＤＦとは Universal Disk Fo
rmat の略で、主にディスク状情報記憶媒体における
“ファイル管理方法に関する規約”を示す。ＣＤ−ＲＯ
Ｍ、ＣＤ−Ｒ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ-Video、ＤＶＤ−Ｒ
ＯＭ、ＤＶＤ−Ｒ、ＤＶＤ−ＲＡＭは“ＩＳＯ９６６
０”で規格化されたＵＤＦフォーマットを採用してい
る。

【００７３】ファイル管理方法としては基本的に ルー
トディレクトリー（Root Directory）を親に持ち、ツリ
ー状にファイルを管理する階層ファイルシステムを前提
としている。

【００７４】ここでは主にＤＶＤ−ＲＡＭ規格（ File
System Specifications ）に準拠したＵＤＦフォーマッ
トについての説明を行うが、この説明内容の多くの部分
はＤＶＤ−ＲＯＭ規格内容とも一致している。

【００７５】＜＜ＵＤＦの概要＞＞ ＜情報記憶媒体へのファイル情報記録内容＞情報記憶媒
体に情報を記録する場合、情報のまとまりを“ファイル
データ”（File Data ）と呼び、ファイルデータ単位で
記録を行う。他のファイルデータと識別するためファイ
ルデータ毎に独自のファイル名が付加されている。共通
な情報内容を持つ複数ファイルデータ毎にグループ化す
るとファイル管理とファイル検索が容易になる。この複
数ファイルデータ毎のグループを“ディレクトリ”（ D
irectory ）または“フォルダー”（ Folder ）と呼
ぶ。各ディレクトリ（フォルダー）毎に独自のディレク
トリ名（フォルダー名）が付加される。更にその複数の
ディレクトリ（フォルダー）を集めて、その上の階層の
グループとして上位のディレクトリ（上位フォルダー）
でまとめる事が出来る。ここではファイルデータとディ
レクトリ（フォルダー）を総称してファイル（ File ）
と呼ぶ。

【００７６】情報を記録する場合には、 ・ファイルデータの情報内容そのもの ・ファイルデータに対応したファイル名 ・ファイルデータの保存場所（どのディレクトリの下に
記録するか）に関する情報をすべて情報記憶媒体上に記
録する。

【００７７】また各ディレクトリ（フォルダー）に対す
る ・ディレクトリ名（フォルダー名） ・各ディレクトリ（フォルダー）が属している位置（そ
の親となる上位ディレクトリ（上位フォルダー）の位
置） に関する情報もすべて情報記憶媒体上に記録されてい
る。

【００７８】＜情報記憶媒体上での情報記録形式＞情報
記憶媒体上の全記録領域は２０４８Ｂｙｔｅｓを最小単
位とする論理セクタに分割され、全論理セクタには論理
セクタ番号が連番で付けられている。情報記憶媒体上に
情報を記録する場合にはこの論理セクタ単位で情報が記
録される。情報記憶媒体上での記録位置はこの情報を記
録した論理セクタの論理セクタ番号で管理される。

【００７９】図２７〜図２９に示すように ファイルス
トラクチャー（File Structure）486とファイルデータ
（File Data）487 に関する情報が記録されている論理
セクタは特に“論理ブロック”とも呼ばれ、論理セクタ
番号（ＬＳＮ）に連動して論理ブロック番号（ＬＢＮ）
が設定されている。（論理ブロックの長さは論理セクタ
と同様２０４８Ｂｙｔｅｓになっている。）また、図２
０におけるＬＬＳＮは、最後の論理セクタ番号（Last L
SN）を示す。

【００８０】＜階層ファイルシステムを簡素化した一例
＞階層ファイルシステムを簡素化した一例を図２０
（ａ）に示す。ＤＶＤ−ＲＡＭでは、論理ブロック（論
理セクタ）サイズは２０４８バイトである。連続した論
理ブロック（論理セクタ）のかたまりを“Extent”と呼
ぶ。１個のExtentは１個の論理ブロック（論理セクタ）
または連続した論理ブロック（論理セクタ）のつながり
から構成される。情報記憶媒体上に記録してあるFile D
ataにアクセスするには図２０に示すアクセス順路にし
めしたように逐次情報を読み取りながらその情報に示さ
れたアドレス（AD(*),LAD(*)）へのアクセスを繰り返
す。

【００８１】ＵＮＩＸ（登録商標）、ＭａｃＯＳ、ＭＳ
−ＤＯＳ、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）等ほとんどのＯ
Ｓのファイル管理システムが図２０（ａ）に示したよう
なツリー状の階層構造を持つ。

【００８２】１個のディスクドライブ（例えば１台のＨ
ＤＤが複数のパーティションに区切られている場合には
各パーティション単位を示す）毎にその全体の親となる
１個の ルートディレクトリー（Root Directory） 401
が存在し、その下にサブディレクトリー（SubDirector
y） 402 が属している。この SubDirectory 402 の中に
ファイルデータ（File Data） 403 が存在している。

【００８３】実際にはこの例に限らず Root Directory
401 の直接下に File Data 403 が存在したり、複数の
SubDirectory 402 が直列につながった複雑な階層構造
を持つ場合もある。

【００８４】＜情報記憶媒体上ファイル管理情報の記録
内容＞ファイル管理情報は上述した論理ブロック単位で
記録される。各論理ブロック内に記録される内容は以下
の通りである。

【００８５】・ファイルに関する情報を示す記述文 Ｆ
ＩＤ( File Identifier Descriptor) ファイルの種類やファイル名（ Root Directory 名、Su
bDirectory 名、FileData 名など）を記述している。

【００８６】ＦＩＤの中にそれに続く File Data のデ
ータ内容や、Directory の中味の記録場所を示す記述文
（つまり該当ファイルに対応した以下に説明する ＦＥ
）の記録位置も記述されている。

【００８７】・ファイル中味の記録位置を示す記述文Ｆ
Ｅ（ File Entry ） File Data のデータ内容や、Directory（ SubDirectory
など）の中味に関する情報が記録されている情報記憶
媒体上の位置（論理ブロック番号）などを記述してい
る。

【００８８】File Identifier Descriptor の記述内容
の抜粋を図２５に示した。またその詳細の説明は＜＜Fi
le Identifier Descriptor＞＞で行う。File Entry の
記述内容の抜粋は図２４に示し、その詳細な説明は＜＜
File Entry＞＞で行う。

【００８９】情報記憶媒体上の記録位置を示す記述文は
図２１に示す ロングアロケーションディスクリプター
（Long Allocation Descriptor）と図２２に示す ショ
ートアロケーションディスクリプター（Short Allocati
on Descriptor）を使っている。それぞれの詳細説明は
＜Long Allocation Descriptor＞と＜Short Allocation
Descriptor＞で行う。

【００９０】例として図２０（ａ）のファイルシステム
構造の情報を情報記憶媒体に記録した時の記録内容を図
２０（ｂ）に示す。図２０（ｂ）の記録内容は以下の通
りとなる。

【００９１】・論理ブロック番号“１”の論理ブロック
に Root Directory 401 の中味が示されている。

【００９２】図２０（ａ）の例では Root Directory 40
1 の中には Sub Directory402 のみが入っているので、
Root Directory 401 の中味として Sub Directory 402
に関する情報が File Identifier Descriptor 文 404で
記載している。また図示して無いが同一論理ブロック内
に Root Directory 401 自身の情報も File Identifier
Descriptor 文で並記して有る。

【００９３】この Sub Directory 402 の File Identif
ier Descriptor 文 404 中に Sub Directory 402 の中
味が何処に記録されているかを示す File Entry 文 405
の記録位置（図２０（ｂ）の例では２番目の論理ブロ
ック）が Long Allocation Descriptor 文で記載（ LAD
(2) ）している。

【００９４】・論理ブロック番号“２”の論理ブロック
に Sub Directory 402 の中味が記録されている位置を
示す File Entry 文 ４０５ が記録されている。

【００９５】図２０（ａ）の例では Sub Directory 402
の中には File Data 403 のみが入っているので、Sub
Directory 402 の中味として実質的には File Data 403
に関する情報が記述されている File Identifier Desc
riptor 文 406 の記録位置を示す事になる。

【００９６】File Entry 文中の Short Allocation Des
criptor 文で３番目の論理ブロックに SubDirectory 40
2 の中味が記録されている事（ AD(3) ）が記述されて
いる。

【００９７】・論理ブロック番号“３”の論理ブロック
に Sub Directory 402 の中味が記録されている。

【００９８】図２０（ａ）の例では Sub Directory 402
の中には File Data 403 のみが入っているので、Sub
Directory 402 の中味として File Data 403 に関する
情報が File Identifier Descriptor 文 ４０６ で記載
されている。また図示して無いが同一論理ブロック内に
Sub Directory402 自身の情報も File Identifier Des
criptor 文で並記して有る。

【００９９】File Data 403 に関する File Identifier
Descriptor 文 ４０６ の中にそのFile Data 403 の内
容が何処に記録されている位置を示す File Entry 文 4
07の記録位置（図２０（ｂ）の例では４番目の論理ブロ
ックに記録されている）がLong Allocation Descriptor
文で記載（ LAD(4) ）されている。

【０１００】・論理ブロック番号“４”の論理ブロック
に File Data 403 内容408、409が記録されている位置
を示す File Entry 文 407 が記録されている。

【０１０１】File Entry 文 407 内の Short Allocatio
n Descriptor 文で File Data 403内容408、409が５番
目と６番目の論理ブロックに記録している事が記述（ A
D(5),AD(6) ）されている。

【０１０２】・論理ブロック番号“５”の論理ブロック
に File Data 403 内容情報(ａ)408が記録されている。

【０１０３】・論理ブロック番号“６”の論理ブロック
に File Data 403 内容情報(ｂ)409が記録されている。

【０１０４】＜図２０（ｂ）情報に沿った File Data
へのアクセス方法＞ “＜情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容
＞”で簡単に説明したように File Identifier Descrip
tor 404、406 と File Entry 405、407 には、それに続
く情報が記述して有る論理ブロック番号が記述して有
る。 Root Directory から階層を下りながら SubDirect
ory を経由して File Data へ到達するのと同様に、 Fi
le Identifier Descriptor と File Entry 内に記述し
て有る論理ブロック番号に従って情報記憶媒体上の論理
ブロック内の情報を順次再生しながらFile Data のデー
タ内容へアクセスする。

【０１０５】つまり図２０（ｂ）に示した情報に対して
File Data 403 へアクセスするには、まず始めに１番
目の論理ブロック情報を読む。File Data 403 は Sub D
irectory 402 の中に存在しているので、１番目の論理
ブロック情報の中から Sub Directory 402 の File Ide
ntifier Descriptor 404 を探し、LAD(2)を読み取った
後、それに従って２番目の論理ブロック情報を読む。２
番目の論理ブロックには１個の File Entry 文しか記述
してないので、その中の AD(3) を読み取り、３番目の
論理ブロックへ移動する。３番目の論理ブロックでは F
ile Data 403 に関して記述して有る File Identifier
Descriptor 406 を探し、LAD(4)を読み取る。LAD(4) に
従い４番目の論理ブロックへ移動すると、そこには１個
のFile Entry 文 407 しか記述してないので、AD(5) と
AD(6) を読み取り、File Data 403 の内容が記録して
有る論理ブロック番号（５番目と６番目）を見付ける。

【０１０６】ＡＤ（＊）、ＬＡＤ（＊）の内容について
は“＜ＵＤＦの各記述文（ Descriptor ）の具体的内容
説明＞”で詳細に説明する。

【０１０７】＜＜ＵＤＦの特徴＞＞ ＜ＵＤＦ特徴説明＞以下にＨＤＤやＦＤＤ、ＭＯなどで
使われているＦＡＴとの比較によりＵＤＦの特徴を説明
する。

【０１０８】１）（最小論理ブロックサイズ、最小論理
セクタサイズなどの）最小単位が大きく、記録すべき情
報量の多い映像情報や音楽情報の記録に向く。

【０１０９】ＦＡＴの論理セクタサイズが５１２Ｂｙｔ
ｅｓに対して、ＵＤＦの論理セクタ（ブロック）サイズ
は２０４８Ｂｙｔｅｓと大きくなっている。

【０１１０】２）ＦＡＴはファイルの情報記憶媒体への
割り当て管理表（ File Allocation Table ）が情報記
憶媒体上で局所的に集中記録されるのに対し、ＵＤＦで
はファイル管理情報をディスク上の任意の位置に分散記
録できる。

【０１１１】ＵＤＦではファイル管理情報やファイルデ
ータに関するディスク上での記録位置は論理セクタ（ブ
ロック）番号として Allocation Descriptor に記述さ
れる。

【０１１２】ＦＡＴではファイル管理領域（ File Allo
cation Table ）で集中管理されているため頻繁にファ
イル構造の変更が必要な用途〔主に頻繁な書き換え用
途〕に適している。（集中箇所に記録されているので管
理情報を書き換え易いため。）またファイル管理情報
（ File Allocation Table ）の記録場所はあらかじめ
決まっているので記録媒体の高い信頼性（欠陥領域が少
ない事）が前提となる。

【０１１３】ＵＤＦではファイル管理情報が分散配置さ
れているので、ファイル構造の大幅な変更が少なく、階
層の下の部分（主に Root Directory より下の部分）で
後から新たなファイル構造を付け足して行く用途〔主に
追記用途〕に適している。（追記時には以前のファイル
管理情報に対する変更箇所が少ないため。）また分散さ
れたファイル管理情報の記録位置を任意に指定できるの
で、先天的な欠陥箇所を避けて記録する事が出来る。

【０１１４】ファイル管理情報を任意の位置に記録でき
るので全ファイル管理情報を一箇所に集めて記録し上記
ＦＡＴの利点も出せるので、より汎用性の高いファイル
システムと考えることが出来る。

【０１１５】＜＜＜ＵＤＦの各記述文（ Descriptor ）
の具体的内容説明＞＞＞ ＜＜論理ブロック番号の記述文＞＞ ＜Allocation Descriptor＞ “＜情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容
＞”に示したように File Identifier Descriptor や F
ile Entry などの一部に含まれ、その後に続く情報が記
録されている位置（論理ブロック番号）を示した記述文
をAllocation Descriptorと呼ぶ。 Allocation Descrip
tor には以下に示すLong Allocation Descriptor と Sh
ort Allocation Descriptor が有る。

【０１１６】＜Long Allocation Descriptor＞ 図２１に示すように ・Extent の長さ 410 … 論理ブロック数を ４Bytes
で表示 ・Extent の位置 411 … 該当する論理ブロック番号
を ４Bytes で表示 ・Implementation Use 412 … 演算処理に利用する情
報で ８Bytes で表示などから構成される。

【０１１７】ここの説明文では記述を簡素化して“ＬＡ
Ｄ(論理ブロック番号)”で記述する。

【０１１８】＜Short Allocation Descriptor＞ 図２２に示すように ・Extent の長さ 410 … 論理ブロック数を ４Bytes
で表示 ・Extent の位置 411 … 該当する論理ブロック番号
を ４Bytes で表示 のみで構成される。

【０１１９】ここの説明文では記述を簡素化して“ＡＤ
(論理ブロック番号)”で記述する。

【０１２０】＜＜Unallocated Space Entry＞＞図２３
に示すように情報記憶媒体上の“未記録状態の Extent
分布”をExtent毎に Short Allocation Descriptor で
記述し、それを並べる記述文で、SpaceTable（図２７〜
図２９参照） に用いられる。具体的な内容としては以
下に示すものが記述されている。

【０１２１】・Descriptor Tag 413 … 記述内容の識
別子を表し、この場合は“２６３” ・ＩＣＢ Tag 414 … ファイルタイプを示す ＩＣＢ Tag 内の File Type＝１ は Unallocated Space
Entry を意味し、File Type＝４ は Directory 、File
Type＝５ は File Data を表している。

【０１２２】・Allocation Descriptors 列の全長 415
… ４Bytes で総 Bytes 数を示す。

【０１２３】＜＜File Entry＞＞ “＜情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容
＞”で説明した記述文であり、図２４に示すように以下
に示すものが記述されている。

【０１２４】・Descriptor Tag 417 … 記述内容の識
別子を表し、この場合は“２６１” ・ＩＣＢ Tag 418 … ファイルタイプを示す → 内
容は前述のＩＣＢ Tag 414と同じ ・Permissions 419 … ユーザ別の記録・再生・削除許
可情報を示す。主にファイルのセキュリティー確保を目
的として使われる。

【０１２５】・Allocation Descriptors 420 … 該当
ファイルの中味が記録して有る位置をExtent 毎にShort
Allocation Descriptor を並べて記述する。

【０１２６】＜＜File Identifier Descriptor＞＞ “＜情報記憶媒体上のファイルシステム情報記録内容
＞”で説明したようにファイル情報を記述した記述文で
あり、図２５に示すように以下に示すものが記述されて
いる。

【０１２７】・Descriptor Tag 421 … 記述内容の識
別子を表し、この場合は“２５７” ・File Characteristics 422 … ファイルの種別を示
し、 Parent Directory、Directory、File Data、ファ
イル削除フラグのどれかを意味する。

【０１２８】・Information Control Block 423 …
このファイルに対応したＦＥ位置がLong Allocation De
scriptor で記述されている。

【０１２９】・File Identifier 424 … ディレクト
リ名またはファイル名。

【０１３０】・Padding 437 … File Identifier Des
criptor 全体の長さを調整するために付加されたダミー
領域で、通常は全て“０”が記録されている。

【０１３１】＜＜＜ＵＤＦに従って情報記憶媒体上に記
録したファイル構造記述例＞＞＞ “＜＜ＵＤＦの概要＞＞”で示した内容について具体的
な例を用いて以下に詳細に説明する。

【０１３２】図２０（ａ）に対して、より一般的なファ
イルシステム構造例を図２６に示す。括弧内は Directo
ry の中身に関する情報または File Data のデータ内容
が記録されている情報記憶媒体上の論理ブロック番号を
示している。

【０１３３】図２６のファイルシステム構造の情報をＵ
ＤＦフォーマットに従って情報記憶媒体上に記録した例
を図２７〜図２９に示す。

【０１３４】情報記憶媒体上の未記録位置管理方法とし
て次のようなものがある。

【０１３５】・Space Bitmap 方法 Space Bitmap Descriptor 470 を用いた、情報記憶媒体
内記録領域の全論理ブロックに対してビットマップ的に
“記録済み”または“未記録”のフラグを立てる。

【０１３６】・Space Table 方法 Unallocated Space Entry 471 の記述方式を用いて Sho
rt Allocation Descriptor の列記として未記録の全論
理ブロック番号を記載している。

【０１３７】本実施形態では説明上、わざと図２７〜図
２９に両方式を併記しているが、実際には両方が一緒に
使われる（情報記憶媒体上に記録される）ことはほとん
ど無く、どちらか一方のみ使われている。

【０１３８】図２７〜図２９に記述されている主な Des
criptor の内容の概説は以下の通りである。

【０１３９】・Beginning Extended Area Descriptor 4
45 … Volume Recognition Sequenceの開始位置を示
す ・Volume Structure Descriptor 446 … Volume の内
容説明を記述。

【０１４０】・Boot Descriptor 447 … ブート時の
処理内容を記述。

【０１４１】・Terminating Extended Area Descriptor
448 … Volume Recognition Sequence の終了位置を
示す。

【０１４２】・Partition Descriptor 450 … パーテ
ィション情報（サイズなど）を示すＤＶＤ−ＲＡＭでは
１Volume 当たり１Partition を原則としている。

【０１４３】・Logical Volume Descriptor 454 …
論理ボリュームの内容を記述している。

【０１４４】・Anchor Volume Descriptor Pointer 458
… 情報記憶媒体記録領域内でのMain Volume Descri
ptor Sequence 449 とMain Volume Descriptor Sequenc
e 467の記録位置を示している。

【０１４５】・Reserved (all 00h bytes) 459 〜 465
… 特定の Descriptor を記録する論理セクタ番号を
確保するため、その間に全て“０”を記録した調整領域
を持たせている。

【０１４６】・Reserve Volume Descriptor Sequence 4
67 … Main Volume Descriptor Sequence 449 に記録
された情報のバックアップ領域。

【０１４７】＜＜＜再生時のファイルデータへのアクセ
ス方法＞＞＞図２７〜図２９に示したファイルシステム
情報を用いて例えば File Data Ｈ432 のデータ内容を
再生するための情報記憶媒体上のアクセス処理方法につ
いて説明する。

【０１４８】１）情報記録再生装置起動時または情報記
憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Re
cognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 44
7 の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内
容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。

【０１４９】２）特に指定されたブート時の処理が無い
場合には、始めに Main Volume Descriptor Sequence 4
49 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情報を
再生する。

【０１５０】３）Logical Volume Descriptor 454 の中
に Logical Volume Contents Use 455が記述されてお
り、そこに File Set Descriptor 472 が記録して有る
位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descr
iptor（図２１）形式で記述して有る。（図２７〜図２
９の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロッ
クに記録して有る。） ４）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では３
７２番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor
472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に
Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録さ
れている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation
Descriptor（図２１）形式で記述して有る（図２７〜
図２９の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブ
ロックに記録して有る）。

【０１５１】５）Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１
０２)に従い、１０２番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475
を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報
が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１０３)）。

【０１５２】６）１０３番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生
する。File Data Ｈ 432 は Directory Ｄ ４２８ 系列
の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８ に関する F
ile Identifier Descriptor を探し、Directory Ｄ ４
２８ に関する File Entry が記録して有る論理ブロッ
ク番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１
１０)）を読み取る。

【０１５３】７）１１０番目の論理ブロックにアクセス
し、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を
再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が記
録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（Ａ
Ｄ(１１１)）。

【０１５４】８）１１１番目の論理ブロックにアクセス
し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生す
る。File Data Ｈ 432 は SubDirectory Ｆ ４３０ の
直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０ に関
する File Identifier Descriptor を探し、SubDirecto
ry Ｆ ４３０ に関する File Entry が記録して有る論
理ブロック番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬ
ＡＤ(１１２)）を読み取る。

【０１５５】９）１１２番目の論理ブロックにアクセス
し、SubDirectory Ｆ ４３０ に関するFile Entry 482
を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情
報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込
む（ＡＤ(１１３)）。

【０１５６】１０）１１３番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情報を
再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier
Descriptor を探す。そしてそこから File Data Ｈ 432
に関する File Entryが記録して有る論理ブロック番号
（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１１４)）
を読み取る。

【０１５７】１１）１１４番目の論理ブロックにアクセ
スし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再
生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録さ
れている位置を読み取る。

【０１５８】１２）File Data Ｈ 432 に関する File E
ntry 484 内に記述されている論理ブロック番号順に情
報記憶媒体から情報を再生して File Data Ｈ 432 のデ
ータ内容 ４８９ を読み取る。

【０１５９】＜＜＜特定のファイルデータ内容変更方法
＞＞＞図２７〜図２９に示したファイルシステム情報を
用いて例えば File Data Ｈ432 のデータ内容を変更す
る場合のアクセスも含めた処理方法について説明する。

【０１６０】１）File Data Ｈ 432 の変更前後でのデ
ータ内容の容量差を求め、その値を２０４８Ｂｙｔｅｓ
で割り、変更後のデータを記録するのに論理ブロックを
何個追加使用するかまたは何個不要になるかを事前に計
算しておく。

【０１６１】２）情報記録再生装置起動時または情報記
憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Re
cognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 44
7 の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内
容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。

【０１６２】３）特に指定されたブート時の処理が無い
場合には、始めに Main Volume Descriptor Sequence 4
49 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、そ
の中に記述して有る Partition Contents Use 451 の情
報を読み取る。この PartitionContents Use 451（ Par
tition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Ta
ble もしくは Space Bitmap の記録位置が示して有る。
Space Table 位置は Unallocated Space Table 452 の
欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述され
ている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ(５０)）また、
Space Bitmap 位置は Unallocated Space Bitmap 453
の欄に Short Allocation Descriptor の形式で記述さ
れている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ(０)） ４）３）で読み取った Space Bitmap が記述して有る論
理ブロック番号（０）へアクセスする。Space Bitmap D
escriptor 470 から Space Bitmap 情報を読み取り、未
記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブ
ロックの使用を登録する（ Space Bitmap Descriptor 4
60 情報の書き換え処理）。

【０１６３】４'）もしくは、３）で読み取った Space
Table が記述して有る論理ブロック番号（５０）へアク
セスする。Space Table の USE(AD(*),AD(*),…,AD(*))
471から未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果
分の論理ブロックの使用を登録する（ Space Table 情
報の書き換え処理） 実際の処理は“４）”か“４'）”のうちのどちらか一
方の処理を行う。

【０１６４】５）次に Main Volume Descriptor Sequen
ce 449 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情
報を再生する。

【０１６５】６）Logical Volume Descriptor 454 の中
に Logical Volume Contents Use 455が記述されてお
り、そこに File Set Descriptor 472 が記録して有る
位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descr
iptor（図２１）形式で記述して有る。（図２７〜図２
９の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロッ
クに記録して有る。） ７）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４
００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor
472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に
Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録さ
れている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation
Descriptor（図２１）形式で記述して有る（図２７〜
図２９の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブ
ロックに記録して有る）。

【０１６６】８）Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１
０２)に従い、１０２番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475
を再生し、Root Directory Ａ 425 の中味に関する情報
が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１０３)）。

【０１６７】９）１０３番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ ４２５ の中味に関する情報を
再生する。File Data Ｈ ４３２ は Directory Ｄ ４２
８ 系列の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８ に
関する File Identifier Descriptor を探し、Director
y Ｄ ４２８ に関する File Entry が記録して有る論理
ブロック番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡ
Ｄ(１１０)）を読み取る。

【０１６８】１０）１１０番目の論理ブロックにアクセ
スし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480
を再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が
記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１１１)）。

【０１６９】１１）１１１番目の論理ブロックにアクセ
スし、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生
する。File Data Ｈ 432 は SubDirectory Ｆ ４３０
の直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０ に
関する File Identifier Descriptor を探し、SubDirec
tory Ｆ ４３０ に関する File Entry が記録して有る
論理ブロック番号（図２７〜図２９には図示して無いが
ＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

【０１７０】１２）１１２番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Entry 4
82 を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する
情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み
込む（ＡＤ(１１３)）。

【０１７１】１３）１１３番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情報を
再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier
Descriptor を探す。そしてそこから File Data Ｈ 432
に関する File Entryが記録して有る論理ブロック番号
（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１１４)）
を読み取る。

【０１７２】１４）１１４番目の論理ブロックにアクセ
スし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再
生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録さ
れている位置を読み取る。

【０１７３】１５）４）か４'）で追加登録した論理ブ
ロック番号も加味して変更後の File Data Ｈ 432 のデ
ータ内容４８９を記録する。

【０１７４】＜＜＜特定のファイルデータ／ディレクト
リ消去処理方法＞＞＞例として File Data Ｈ 432 また
は SubDirectory Ｆ ４３０ を消去する方法について説
明する。

【０１７５】１）情報記録再生装置起動時または情報記
憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Re
cognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 44
7 の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内
容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。

【０１７６】２）特に指定されたブート時の処理が無い
場合には、始めに Main Volume Descriptor Sequence 4
49 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情報を
再生する。

【０１７７】３）Logical Volume Descriptor 454 の中
に Logical Volume Contents Use 455が記述されてお
り、そこに File Set Descriptor 472 が記録して有る
位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descr
iptor（図２１）形式で記述して有る。（図２７〜図２
９の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロッ
クに記録して有る。） ４）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４
００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor
472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に
Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録さ
れている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation
Descriptor（図２１）形式で記述して有る（図２７〜
図２９の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブ
ロックに記録して有る）。

【０１７８】５）Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１
０２)に従い、１０２番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475
を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報
が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１０３)）。

【０１７９】６）１０３番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生
する。File Data Ｈ 432 は Directory Ｄ ４２８ 系列
の下に存在するので、Directory Ｄ ４２８ に関する F
ile Identifier Descriptor を探し、Directory Ｄ ４
２８ に関する File Entry が記録して有る論理ブロッ
ク番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１
１０)）を読み取る。

【０１８０】７）１１０番目の論理ブロックにアクセス
し、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480 を
再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が記
録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む（Ａ
Ｄ(１１１)）。

【０１８１】８）１１１番目の論理ブロックにアクセス
し、Directory Ｄ ４２８ の中味に関する情報を再生す
る。File Data Ｈ 432 は SubDirectory Ｆ ４３０ の
直接下に存在するので、SubDirectory Ｆ ４３０ に関
する File Identifier Descriptor を探す。

【０１８２】SubDirectory Ｆ ４３０ を消去する場合
には、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Identif
ier Descriptor 内の File Characteristics ４２２
（図２５）に“ファイル削除フラグ”を立てる。SubDir
ectory Ｆ ４３０ に関する FileEntry が記録して有る
論理ブロック番号（図２７〜図２９には図示して無いが
ＬＡＤ(１１２)）を読み取る。

【０１８３】９）１１２番目の論理ブロックにアクセス
し、SubDirectory Ｆ ４３０ に関するFile Entry 482
を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０ の中味に関する情
報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込
む（ＡＤ(１１３)）。

【０１８４】１０）１１３番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ の中味に関する情報を
再生し、File Data Ｈ 432 に関する File Identifier
Descriptor を探す。

【０１８５】File Data Ｈ 432 を消去する場合には、F
ile Data Ｈ 432 に関する File Identifier Descripto
r 内の File Characteristics ４２２（図２５）に“フ
ァイル削除フラグ”を立てる。さらにそこから File Da
ta Ｈ 432 に関する File Entryが記録して有る論理ブ
ロック番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ
(１１４)）を読み取る。

【０１８６】１１）１１４番目の論理ブロックにアクセ
スし、File Data Ｈ 432 に関するFile Entry 484 を再
生し File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９ が記録さ
れている位置を読み取る。

【０１８７】File Data Ｈ 432 を消去する場合には、
以下の方法で File Data Ｈ 432 のデータ内容 ４８９
が記録されていた論理ブロックを解放する（その論理ブ
ロックを未記録状態に登録する）。

【０１８８】１２）次に Main Volume Descriptor Sequ
ence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生
し、その中に記述して有る Partition Contents Use 45
1 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 45
1（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に S
pace Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示し
て有る。

【０１８９】Space Table 位置は Unallocated Space T
able 452 の欄に Short AllocationDescriptor の形式
で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ(５
０)）また、Space Bitmap 位置は Unallocated Space B
itmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形
式で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ
(０)） １３）１２）で読み取った Space Bitmap が記述して有
る論理ブロック番号（０）へアクセスし、１１）の結果
得られた“解放する論理ブロック番号”を SpaceBitmap
Descriptor 470 に書き換える。

【０１９０】１３'）もしくは、１２）で読み取った Sp
ace Table が記述して有る論理ブロック番号（５０）へ
アクセスし、１１）の結果得られた“解放する論理ブロ
ック番号”を Space Table に書き換える。

【０１９１】実際の処理は“１３）”か“１３'）”の
うちのどちらか一方の処理を行う。

【０１９２】File Data Ｈ 432 を消去する場合には、
１２）１０）〜１１）と同じ手順を踏んで File Data
Ｉ 433 のデータ内容４９０ が記録されている位置を読
み取る。

【０１９３】１３）次に Main Volume Descriptor Sequ
ence 449 領域内の Partition Descriptor 450 を再生
し、その中に記述して有る Partition Contents Use 45
1 の情報を読み取る。この Partition Contents Use 45
1（ Partition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に S
pace Table もしくは Space Bitmap の記録位置が示し
て有る。

【０１９４】Space Table 位置は Unallocated Space T
able 452 の欄に Short AllocationDescriptor の形式
で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ(５
０)）また、Space Bitmap 位置は Unallocated Space B
itmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形
式で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ
(０)） １４）１３）で読み取った Space Bitmap が記述して有
る論理ブロック番号（０）へアクセスし、１１）と１
２）の結果得られた“解放する論理ブロック番号”を S
pace Bitmap Descriptor 470 に書き換える。

【０１９５】１４'）もしくは、１３）で読み取った Sp
ace Table が記述して有る論理ブロック番号（５０）へ
アクセスし、１１）と１２）の結果得られた“解放する
論理ブロック番号”を Space Table に書き換える。

【０１９６】実際の処理は“１４）”か“１４'）”の
うちのどちらか一方の処理を行う。

【０１９７】＜＜＜ファイルデータ／ディレクトリの追
加処理＞＞＞例として SubDirectory Ｆ ４３０ の下に
新たにファイルデータもしくはディレクトリを追加する
時のアクセス・追加処理方法について説明する。

【０１９８】１）ファイルデータを追加する場合には追
加するファイルデータ内容の容量を調べ、その値を２０
４８Ｂｙｔｅｓで割り、ファイルデータを追加するため
に必要な論理ブロック数を計算しておく。

【０１９９】２）情報記録再生装置起動時または情報記
憶媒体装着時のブート（ Boot ）領域として Volume Re
cognition Sequence 444 領域内の Boot Descriptor 44
7 の情報を再生に行く。Boot Descriptor 447 の記述内
容に沿ってブート（ Boot ）時の処理が始まる。

【０２００】３）特に指定されたブート時の処理が無い
場合には、始めに Main Volume Descriptor Sequence 4
49 領域内の Partition Descriptor 450 を再生し、そ
の中に記述して有る Partition Contents Use 451 の情
報を読み取る。この PartitionContents Use 451（ Par
tition Header Descriptor とも呼ぶ）の中に Space Ta
ble もしくは Space Bitmap の記録位置が示して有る。

【０２０１】Space Table 位置は Unallocated Space T
able 452 の欄に Short AllocationDescriptor の形式
で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ(５
０)）また、Space Bitmap 位置は Unallocated Space B
itmap 453 の欄に Short Allocation Descriptor の形
式で記述されている。（図２７〜図２９の例ではＡＤ
(０)） ４）３）で読み取った Space Bitmap が記述して有る論
理ブロック番号（０）へアクセスする。Space Bitmap D
escriptor 470 から Space Bitmap 情報を読み取り、未
記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果分の論理ブ
ロックの使用を登録する（ Space Bitmap Descriptor 4
60 情報の書き換え処理）。

【０２０２】４'）もしくは、３）で読み取った Space
Table が記述して有る論理ブロック番号（５０）へアク
セスする。Space Table の USE(AD(*),AD(*),…,AD(*))
471から未記録の論理ブロックを探し、１）の計算結果
分の論理ブロックの使用を登録する（ Space Table 情
報の書き換え処理）実際の処理は“４）”か“４'）”
のうちのどちらか一方の処理を行う。

【０２０３】５）次に Main Volume Descriptor Sequen
ce 449 領域内の Logical Volume Descriptor 454 の情
報を再生する。

【０２０４】６）Logical Volume Descriptor 454 の中
に Logical Volume Contents Use 455が記述されてお
り、そこに File Set Descriptor 472 が記録して有る
位置を示す論理ブロック番号が Long Allocation Descr
iptor（図２１）形式で記述して有る。（図２７〜図２
９の例ではＬＡＤ(１００)から１００番目の論理ブロッ
クに記録して有る。） ７）１００番目の論理ブロック（論理セクタ番号では４
００番目になる）にアクセスし、File Set Descriptor
472 を再生する。その中のRoot Directory ICB 473 に
Root Directory Ａ 425 に関する File Entry が記録さ
れている場所（論理ブロック番号）が Long Allocation
Descriptor（図２１）形式で記述して有る（図２７〜
図２９の例ではＬＡＤ(１０２)から１０２番目の論理ブ
ロックに記録して有る）。

【０２０５】８）Root Directory ICB 473 のＬＡＤ(１
０２)に従い、１０２番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 に関するFile Entry 475
を再生し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報
が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１０３)）。

【０２０６】９）１０３番目の論理ブロックにアクセス
し、Root Directory Ａ 425 の中身に関する情報を再生
する。

【０２０７】Directory Ｄ ４２８ に関する File Iden
tifier Descriptor を探し、Directory Ｄ ４２８ に関
する File Entry が記録して有る論理ブロック番号（図
２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１１０)）を読
み取る。

【０２０８】１０）１１０番目の論理ブロックにアクセ
スし、Directory Ｄ ４２８ に関するFile Entry 480
を再生し、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報が
記録されている位置（論理ブロック番号）を読み込む
（ＡＤ(１１１)）。

【０２０９】１１）１１１番目の論理ブロックにアクセ
スし、Directory Ｄ ４２８ の中身に関する情報を再生
する。

【０２１０】SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File I
dentifier Descriptor を探し、SubDirectory Ｆ ４３
０ に関する File Entry が記録して有る論理ブロック
番号（図２７〜図２９には図示して無いがＬＡＤ(１１
２)）を読み取る。

【０２１１】１２）１１２番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ に関する File Entry 4
82 を再生し、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する
情報が記録されている位置（論理ブロック番号）を読み
込む（ＡＤ(１１３)）。

【０２１２】１３）１１３番目の論理ブロックにアクセ
スし、SubDirectory Ｆ ４３０ の中身に関する情報内
に新たに追加するファイルデータもしくはディレクトリ
のFileIdentifier Descriptor を登録する。

【０２１３】１４）４）または４'）で登録した論理ブ
ロック番号位置にアクセスし、新たに追加するファイル
データもしくはディレクトリに関する File Entry を記
録する。

【０２１４】１５）１４）の File Entry 内の Short A
llocation Descriptor に示した論理ブロック番号位置
にアクセスし、追加するディレクトリに関する Parent
Directory の File Identifier Descriptor もしくは追
加するファイルデータのデータ内容を記録する。

【０２１５】続いて、映像情報の記録時の連続性及びＣ
ＤＡについて補足説明する。これらに関しては、特開２
０００−１１２６７３に記載されている。

【０２１６】映像情報は従来のコンピューター情報と異
なり、記録時の連続性の保証が必須条件となる。以下に
この記録時の連続性を阻害する理由の説明と、記録時の
連続性を保証する方法について説明する。

【０２１７】外部から送られてきた映像情報はバッファ
ーメモリ（半導体メモリ）に一時保管される。粗アクセ
スと密アクセス動作により光学ヘッドが情報記憶媒体上
の記録位置へ到達すると、上記バッファーメモリに一時
保管された映像情報が光学ヘッドを経由して情報記憶媒
体上に記録される。バッファーメモリから光学ヘッドへ
送られる映像情報の転送レートをここでは物理転送レー
ト（ＰＴＲ：PhysicalTransmission Rate）と定義す
る。外部からバッファーメモリへ転送される映像情報の
転送レートの平均値をシステム転送レート（ＳＴＲ：Sy
stem Transmission Rate）とここで定義する。一般には
物理転送レートＰＴＲとシステム転送レートＳＴＲとは
異なる値になっている。

【０２１８】情報記憶媒体上の異なる場所に順次映像情
報を記録するには光学ヘッドの集光スポット位置を移動
させるアクセス操作が必要となる。大きな移動に対して
は光学ヘッド全体を動かす粗アクセスを行い、微少距離
の移動にはレーザー光集光用の対物レンズのみを動かす
密アクセスを行う。

【０２１９】続いて、外部から転送されて来る映像情報
に対して光学ヘッドのアクセス制御を行いながら情報記
憶媒体上の所定位置に順次映像情報を記録する場合のバ
ッファーメモリ内に一時的に保存される映像情報量の時
間的推移を示す。一般にシステム転送レートＳＴＲより
物理転送レートＰＴＲの方が速いので映像情報記録時間
の期間ではバッファーメモリ内に一時的に保存される映
像情報量は減少し続ける。バッファーメモリ内に一時保
管される映像情報量が“０”になる。その時には連続的
に転送されて来る映像情報はバッファーメモリ内に一時
保管される事無くそのまま連続的に情報記憶媒体上に記
録され、バッファーメモリ内に一時的に保存される映像
情報量は“０”の状態のまま推移する。

【０２２０】次に、それに続けて情報記憶媒体上の別位
置に映像情報を記録する場合には、記録動作に先立ち光
学ヘッドのアクセス処理が実行される。光学ヘッドのア
クセス期間として粗アクセス時間、密アクセス時間と情
報記憶媒体の回転待ち時間の３種類の時間が必要とな
る。この期間は情報記憶媒体への記録処理が行われない
ので、この期間の物理転送レートＰＴＲは実質的に
“０”の状態になっている。それに反して外部からバッ
ファーメモリへ送られる映像情報の平均システム転送レ
ートＳＴＲは不変に保たれるため、バッファーメモリ内
の映像情報一時保存量は増加の一途をたどる。

【０２２１】光学ヘッドのアクセスが完了し、再度情報
記憶媒体への記録処理を開始する（映像情報記録時間の
期間）とバッファーメモリ内の映像情報一時保存量はふ
たたび減少する。この減少勾配は、 （平均システム転送レートＳＴＲ）−（物理転送レート
ＰＴＲ） で決まる。

【０２２２】その後、情報記憶媒体上の記録位置の近傍
位置に再度アクセスする場合には密アクセスのみでアク
セス可能なので密アクセス時間と回転待ち時間のみが必
要となる。

【０２２３】このように連続記録を可能にする条件とし
て“特定期間内のアクセス回数の上限値”で規定するこ
とが出来る。以上は連続記録について説明したが、連続
再生を可能にする条件も上述した内容と類似の理由から
“特定期間内のアクセス回数の上限値”で規定すること
が出来る。

【０２２４】連続記録を絶対的に不可能にするアクセス
回数条件について説明する。最もアクセス頻度の高い場
合は映像情報記録時間が非常に短く、密アクセス時間と
回転待ち時間のみが連続して続く場合になる。この場合
には物理転送レートＰＴＲがどんなに早くても記録連続
性の確保が不可能になる。バッファーメモリの容量をＢ
Ｍで表すと、ＢＭ÷ＳＴＲの期間でバッファーメモリ内
の一時保管映像情報が満杯となり、新たに転送されて来
た映像情報をバッファーメモリ内への一時保管が不可能
となる。その結果、バッファーメモリ内への一時保管が
なされなかった分の映像情報が連続記録出来なくなる。

【０２２５】映像情報記録時間とアクセス時間のバラン
スが取れ、グローバルに見てバッファーメモリ内の一時
保管映像情報がほぼ一定に保たれている場合にはバッフ
ァーメモリ内の一時保管映像情報が溢れる事無く外部シ
ステムから見た映像情報記録の連続性が確保される。各
粗アクセス時間をＳＡＴi（対物レンズの Seek Access
Time）、各密アクセス時間をＪＡＴi、ｎ回アクセス後
の平均粗アクセス時間を ＳＡＴa 、平均密アクセス時
間をＪＡＴaとし、各アクセスの映像情報記録時間を Ｄ
ＷＴi（ Data Write Time）、ｎ回アクセス後の平均値
として求めた１回毎のアクセス後に情報記憶媒体上に映
像情報を記録する平均的な映像情報記録時間をＤＷＴa
とする。また１回毎の回転待ち時間をＭＷＴi（ Spindl
e Motor Wait Time ）とし、ｎ回アクセス後の平均回転
待ち時間をＭＷＴa とする。

【０２２６】ｎ回アクセスした場合の全アクセス期間で
の外部からバッファーメモリへ転送される映像情報デー
タ量は、 ＳＴＲ × ( Σ( ＳＡＴi ＋ＪＡＴi ＋ ＭＷＴi )) ＳＴＲ × ｎ × ( ＳＡ Ｔa ＋ ＪＡＴa ＋ ＭＷＴa ) （１） となる。

【０２２７】また、ｎ回アクセスして映像情報記録時に
バッファーメモリから情報記憶媒体へ転送された映像情
報量は、 （ＰＴＲ−ＳＴＲ）×ΣＤＷＴi （ＰＴＲ−ＳＴＲ）×ｎ・ＤＷＴa （２） となる。

【０２２８】式（１）と式（２）との間で、下記式
（３）の関係にあるときに、外部システム側から見た映
像情報記録時の連続性が確保される。

【０２２９】 （ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）×ｎ・ＤＷＴa ≧ ＳＴＲ×ｎ×(ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋Ｍ ＷＴa) すなわち、（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× ＤＷＴa ≧ ＳＴＲ × ( ＳＡＴa＋ＪＡ Ｔa＋ＭＷＴa ) （３） ここで１回のアクセスに必要な平均時間を Ｔa とする
と、 Ｔa＝ ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa （４） となる。従って、式（３）は、 （ ＰＴＲ−ＳＴＲ ）× ＤＷＴa ≧ＳＴＲ × Ｔa （５） と変形される。

【０２３０】一回のアクセス後に連続記録するデータサ
イズの下限値に制限を加えて平均アクセス回数を減ら
す。一回のアクセス後に情報記憶媒体上に連続記録する
データ領域が、上記したＣＤＡである。（５）式から、 ＤＷＴa ≧ ＳＴＲ × Ｔa ／（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ） （６） と変形できる。

【０２３１】ＣＤＡサイズを示すＣＤＡＳは、 ＣＤＡＳ ＝ ＤＷＴa × ＰＴＲ （７） で求まる。従って、式（６）と式（７）から、 ＣＤＡＳ ≧ ＳＴＲ × ＰＴＲ × Ｔa ／（ ＰＴＲ−ＳＴＲ ） （８） となる。式（８）から連続記録を可能にするための Ｃ
ＤＡ サイズの下限値を規定できる。

【０２３２】粗アクセス、密アクセスに必要な時間は情
報記録再生装置の性能により大きく異なる。今仮に、 ＳＡＴa ２００ ｍｓ （９） を仮定する。前述したように例えば ＭＷＴa １８ｍｓ
、ＪＡＴa ５ｍｓ を計算に使う。

【０２３３】２.６ＧＢ ＤＶＤ−ＲＡＭ では、 ＰＴＲ ＝ １１.０８Ｍｂｐｓ （１０） である。ＭＰＥＧ２の平均転送レートが、 ＳＴＲ ４Ｍｂｐｓ （１１） の場合には上記の数値を式（８）に代入すると、 ＣＤＡＳ ≧ １.４Ｍbits （１２） を得る。また別の見積もりとして、 ＳＡＴa＋ＪＡＴa＋ＭＷＴa ＝ １.５秒 （１３） とした場合には式（８）から、 ＣＤＡＳ ≧ ９.４Ｍbits （１４） となる。また録再ＤＶＤの規格上では、ＭＰＥＧ２の最
大転送レートとして、 ＳＴＲ ＝ ８Ｍｂｐｓ （１５） 以下になるように規定しているので、式（１５）の値を
式（８）に代入すると、 ＣＤＡＳ ≧ ４３.２Ｍbits ＝５.４ ＭBytes （１６） を得る。

【０２３４】なお、本願発明は、上記実施形態に限定さ
れるものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない
範囲で種々に変形することが可能である。また、各実施
形態は可能な限り適宜組み合わせて実施してもよく、そ
の場合組み合わせた効果が得られる。更に、上記実施形
態には種々の段階の発明が含まれており、開示される複
数の構成要件における適当な組み合わせにより種々の発
明が抽出され得る。例えば、実施形態に示される全構成
要件からいくつかの構成要件が削除されても、発明が解
決しようとする課題の欄で述べた課題が解決でき、発明
の効果の欄で述べられている効果が得られる場合には、
この構成要件が削除された構成が発明として抽出され得
る。

【０２３５】

【発明の効果】この発明によれば、複数のファイルシス
テムの夫々の長所を生かすことが可能な情報記憶媒体及
び情報記録方法を提供できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＣＥ環境に特化したファイルシステムとＤＶＤ
で使用されているＵＤＦとの間の共存方法を示す図であ
る。

【図２】図１に示す共存方法において、ＵＤＦ論理アド
レス空間上で各種ファイルの配置設定方法を比較した図
である。

【図３】図１に示す共存方法において、ＵＤＦ論理アド
レス空間上でのＤＶＤオブジェクトファイルの配置設定
方法の一例を示す図である。

【図４】図１に示す共存方法において、ＵＤＦ論理アド
レス空間上でのＣＥ環境に特化したファイルシステム空
間を示すファイルの配置設定方法の一例を示す図であ
る。

【図５】図１に示す共存方法における各種ファイルと擬
似ファイルを説明するための図である。

【図６】ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦのファイル
サイズの拡大（縮小）を説明するための図である。

【図７】ＵＤＦによる従来のボリューム＆ファイルスト
ラクチャーの読み出し手順を示すフローチャートであ
る。

【図８】図１に示す共存方法を採用したときのボリュー
ム＆ファイルストラクチャーの読み出し手順を示すフロ
ーチャートである。

【図９】ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦの割り当て
と、ＷＲＩＴＥ／ＲＥＡＤ処理方法を説明するための図
である。

【図１０】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルのデータ構造の一例
を示す図である。

【図１１】ＴｒｉｇｇｅｒファイルによりＣＥファイル
位置を確認する処理を示すフローチャートである。

【図１２】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルの先頭セクタが読み
出せない場合の処理を示すフローチャートである。

【図１３】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルを活用しＣＥファイ
ルを追加又は削除する処理を示すフローチャートであ
る。

【図１４】図１に示す共存方法を実現するためのシステ
ムの概略構成を示す図である。

【図１５】図１に示す共存方法とは異なる共存方法を示
す図である。

【図１６】図１５に示す共存方法におけるＣＥ環境に特
化したファイルシステム空間上でのＵＤＦ論理アドレス
空間を示すファイル配置を示す図である。

【図１７】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルで管理されるＣＥ＿
ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦへの記録処理を示すフロー
チャートである。

【図１８】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルで管理されるＣＥ＿
ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦの追加処理を示すフローチ
ャートである。

【図１９】Ｔｒｉｇｇｅｒファイルで管理されるＣＥ＿
ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦのサイズ縮小処理を示すフ
ローチャートである。

【図２０】階層化されたファイルシステム構造と情報記
憶媒体上へ記録された情報内容との間の基本的な関係の
概念を示した概念説明図である。

【図２１】Long Allocation Descriptor （Extentの位
置を示す大きいサイズの記述文）の記述内容説明図であ
る。

【図２２】Short Allocation Descriptor （Extentの位
置を示す小さいサイズの記述文）の記述内容説明図であ
る。

【図２３】Unallocated Space Entry （未記録なExtent
の情報記憶媒体上の位置に関する特設登録用の記述文）
の記述内容説明図である。

【図２４】File Entry （ File の属性と File の記録
位置の情報登録に関する記述文）の記述内容を一部抜粋
した内容説明図である。

【図２５】File Identifier Descriptor （ File の名
前と対応したＦＥの記録位置に関する記述文）の記述内
容を一部抜粋した内容説明図である。

【図２６】ファイルシステム構造の一例を示す図であ
る。

【図２７】ＵＤＦに従って情報記憶媒体上にファイルシ
ステムを記録した例を示す図の一部（その１）である。

【図２８】ＵＤＦに従って情報記憶媒体上にファイルシ
ステムを記録した例を示す図の一部（その２）である。

【図２９】ＵＤＦに従って情報記憶媒体上にファイルシ
ステムを記録した例を示す図の一部（その３）である。

【符号の説明】

１００１…ＤＶＤ＿ＲＴＡＶ Directories １００２…ＶＲ＿ＭＡＮＧＲ．ＩＦＯ １００３…ＶＲ＿ＭＯＶＩＥ．ＶＲＯ １００４…ＶＲ＿ＳＴＩＬＬ．ＶＲＯ １００５…ＶＲ＿ＡＵＤＩＯ．ＶＲＯ １００６…ＶＲ＿ＭＡＮＧＲ．ＢＵＰ １００７…ＣＥ＿ＦＩＬＥ＿ＡＲＥＡ．ＣＥＦ ２００１…ＴＯＣ_ＦＩＬＥ.ＩＦＯ ２００２…ＡＶ_ＭＡＮＧ.ＭＮＧ ２００４…ＡＶ_ＦＩＬＥ_０１.ＭＰＧ ２００５…ＡＶ_ＦＩＬＥ_０２.ＭＰＧ ２００６…ＵＤＦ_ＦＩＬＥ_ＡＲＥＡ.ＵＤＦ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 三村 英紀 神奈川県川崎市幸区柳町70番地 株式会社 東芝柳町事業所内 Ｆターム(参考） 5B082 EA01 JA01 5C052 AA04 AB09 CC06 5D044 AB05 AB07 BC02 CC04 DE03 5D090 AA01 CC14 GG21

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】所定のファイルシステムで管理される論理
   空間を有する情報記憶媒体であって、 異なる２種類のファイルシステムのどちらか一方のファ
   イルシステムで前記論理空間が管理され、この論理空間
   上に他方のファイルシステムの空間領域を指定するため
   のファイルを有することを特徴とする情報記憶媒体。
2. 【請求項２】所定のファイルシステムで管理される論理
   空間を有する情報記憶媒体に対して、異なる２種類のフ
   ァイルシステムのどちらか一方のファイルシステムで前
   記論理空間を管理し、この論理空間上に他方のファイル
   システムの空間領域を指定するためのファイルを記録す
   ることを特徴とする情報記録方法。