JP2731703B2 - データの圧縮／伸長と同一の取外し可能データ記憶媒体上への圧縮及び非圧縮データの記憶 - Google Patents

データの圧縮／伸長と同一の取外し可能データ記憶媒体上への圧縮及び非圧縮データの記憶

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、１つの取外し可能なデ
ータ記憶ボリュームに、圧縮及び伸長データの両者を記
憶できるデータ記憶システム、及びこうしたデータ記憶
システムを用いるデータ処理システムに関する。更に本
発明は、圧縮データの記憶におけるデータ記憶ボリュー
ム上の浪費データ記憶空間を最小化するデータ記憶シス
テムに関する。
【０００２】
【従来の技術】データ記憶光ディスクなどの多くのデー
タ記憶媒体は、いわゆる固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）フォーマットを有する。こうしたフォーマッ
トは光ディスクにおいては、ディスクの単一の螺旋状ト
ラックを複数のセクタに、いわゆるハード・セクタ化す
ることにより特徴化される。各セクタは同じデータ記憶
容量、すなわち５１２バイト、１０２４バイト、４０９
６バイトなどを有する。ＦＢＡディスクに起因して、及
び元の非圧縮データに対する圧縮データのデータ長の可
変性により、ＦＢＡフォーマット化ディスクではイン・
ライン・データ圧縮は用いられてこなかった。データを
アドレス可能なブロックにフォーマット化して圧縮した
結果、生成される可変量の圧縮データを効率的に記憶
し、それに対する単純なランダム・アドレス・アクセス
を可能とすることが望ましい。こうした圧縮データはＦ
ＢＡフォーマット化ディスク上に記録可能となる。セク
タ・データが数バイトに圧縮されない場合、データはデ
ータ圧縮なしにデータ記憶ディスク上に記憶される。
【０００３】また、データ・ブロックの各圧縮グループ
において、ホスト・プロセッサの圧縮データ・ブロック
へのアドレス指定能力を保持することが望まれる。更に
ＦＢＡ記憶媒体への圧縮データの記憶に際し、たとえ圧
縮データ・ブロックを記憶するために必要なセクタ数が
分からなくても、全ての未使用データ記憶セクタの最大
アドレス指定能力を保持することが望まれる。更に、Ｆ
ＢＡフォーマット化記憶媒体に記録される圧縮データ・
ブロックに対するランダム・アドレス指定機能を提供す
ることが望まれる。
【０００４】大部分の入力データ・ストリームのデータ
・パターンのランダム性、及び種々の圧縮アルゴリズム
適用後の圧縮データ出力長の多様性により、圧縮データ
を含むために必要な記憶空間を予測することはできな
い。この状況は、ホスト・プロセッサの記憶管理処理を
支援するために、圧縮及び記録されるデータ・ストリー
ムの転送と圧縮処理結果とのリンクを必要とする。
【０００５】この環境においては、更新の結果によるデ
ータ・パターンが元のデータ・ブロックと同程度には圧
縮されないために、データ・ファイルの更新機能は、通
常のデータ更新処理（読出し、更新、書戻し）を使用で
きない。従って、更新された圧縮データは、大方、元の
データを記憶するために必要な元の記憶空間に適合しな
い。
【０００６】固定ブロック・アーキテクチャ環境では、
データはデータ記憶媒体上においてセクタと称される固
定サイズ単位の記憶領域に記録され、媒体上の各記録ト
ラックは固定数のこうしたセクタを含む。光ディスク装
置におけるアドレス変換は、媒体上のトラック・アドレ
スと特定のトラックにおけるセクタ番号を含む。光媒体
記憶装置上において、各セクタは２つの主要部分を含
み、それらはデバイス制御装置が特定のセクタを物理ア
ドレスにより位置出しするための識別フィールド（Ｉ
Ｄ）と、データを記憶するためのデータ・フィールドで
ある。ハード・セクタ式光ディスク上のＩＤの情報内容
は、製造時に媒体上にスタンプ／モールド処理により消
去不能に記録される。他のデータ記憶フォーマットもま
た本発明を実施する上で使用可能であり、これらには例
えば多くの磁気ディスク媒体上で使用される既知のカウ
ント・キー・データ（ＣＫＤ）フォーマット及び拡張カ
ウント・キー・データ（ＥＣＫＤ）フォーマットなどが
ある。
【０００７】既知のスモール・コンピュータ標準インタ
フェース（ＳＣＳＩ）を介してホストに接続されるＦＢ
Ａ装置は、ＳＣＳＩ形式の直接アクセス・データ記憶装
置が固定サイズ単位の記憶領域をアドレスするために使
用する論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）を、媒体上の
特定の物理アドレス（トラック及びセクタ）に解析する
機能を提供する。ＳＣＳＩ接続されるＦＢＡ装置は、ホ
ストにＮ記憶ロケーション（Ｎは正の整数）を含む連続
アドレス空間を提供し、この領域は読出し或いは書込み
用に任意の順序でアクセスされる。各ＬＢＡディレクト
リ構造（０乃至Ｎのアドレス範囲）は、ＳＣＳＩ−ＦＢ
Ａ環境において、データ・ブロックを記憶及び検索する
ために使用されるアドレス機構である（いくつかのＦＢ
Ａ装置では物理アドレスを用いて記憶空間をアドレスす
る機能も提供する）。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】上述のパラグラフより
明らかなように、ＳＣＳＩ−ＦＢＡ環境においてデータ
圧縮技術を用いた記憶システムを設計するものにとっ
て、主な問題は、入力データ・ストリームにおける固定
サイズ単位のデータ（以降ではデータ・ブロックと称す
る）を様々な大きさの媒体記憶空間に記録し、且つ非占
有記憶空間に対するアドレス指定能力を保持し、更に記
録データ・ブロックに対するアドレス指定能力を提供す
る機構を提供することである。
【０００９】今日の多くの光ディスクは取外し可能なタ
イプであるため、取外し可能なデータ記憶媒体におい
て、更に圧縮データ及び非圧縮データに関する自己記述
性を有することが望まれる。
【００１０】Vosacek の米国特許出願第４４９９５３９
号では、キャッシュ或いはバッファに接続される直接ア
クセス記憶装置（ＤＡＳＤ）のアドレス可能トラックに
記憶可能な最大データ・バイト数を記憶するために、多
数のデータ記憶セグメントを含むキャッシュ或いはバッ
ファを最初に割当てる。ＤＡＳＤは磁気ディスク記憶装
置である。このプロトコルは１入力−出力オペレーショ
ン（ＤＡＳＤへの１アクセス）において、ＤＡＳＤデー
タの１トラックをキャッシュ或いはバッファへステージ
或いは転送する。実際のデータ転送の完了に際し、キャ
ッシュ或いはバッファが調査される。最初に割当てられ
た全セグメントよりも少ないセグメントがデータを含む
場合、空状態の割当てられたセグメントが割当て解除さ
れる。同じＤＡＳＤトラックからのデータを記憶する追
加の割当てセグメントを指示するために、ポインタが最
初に割当てられたセグメントの１つに記録される。この
ようにして、ＤＡＳＤトラックがキャッシュ或いはバッ
ファ内にエミュレートされる。
【００１１】米国特許出願ＳＮ０７／４４１１２６号
は、磁気テープ周辺データ記憶システムに関するデータ
短縮システムを示す。テープはアドレス可能なデータ記
憶領域を有さない。全テープは記録の度にフォーマット
化される。磁気テープにおけるフォーマット機能は、様
々なサイズのレコードを、様々なサイズのブロック・デ
ータとして記憶することができる。非圧縮データ及び圧
縮データの記憶は、こうしたデータのアドレス可能ブロ
ックによる。この特許出願は、テープ上に記録される１
ブロック・データ内に複数のレコードを含むことについ
ては示していない。米国特許出願ＳＮ０７／３７２７４
４号（1989年 6月28日出願）では、複数の小レコードを
各々の記録データ・ブロックに自動的に記憶する磁気テ
ープ・データ記憶システムを示している。各レコードは
個々にアドレス可能である。複数のレコードを１ブロッ
クに結合する目的は、ブロック間ギャップの数を減ら
し、磁気テープの記憶容量を増加することである。
【００１２】データ圧縮及び伸長アルゴリズム及びシス
テムについてはよく知られている。MacLean 特許は、高
速データ・チャネルにおいて使用されるイン・ライン
（実時間）データ圧縮／伸長システムを示す。このシス
テムは Langdon、Jr．等による米国特許第４４６７３１
７号に示されるアルゴリズムを使用する。バッチ処理
（ソフトウェア）によるデータ圧縮及び伸長についても
よく知られている。PKWARE社（7032 Ardara Avenue、Gl
endale WI 53209 USA ）は、数ある圧縮／伸長ソフトウ
ェアの中でも、バッチ圧縮用のソフトウェア・プログラ
ム、PKZIP 、及びバッチ伸長用のソフトウェア・プログ
ラム、PKUNZIP を提供する。別のデータ圧縮／伸長アル
ゴリズムが、バッチ処理（ソフトウェア処理）及びイン
・ライン（ハードウェア集積半導体チップ）処理の両方
において使用されている。既知のLempel Ziv-1データ圧
縮／伸長アルゴリズムは、イン・ライン（実時間）及び
バッチの両方のデータ圧縮／伸長に使用される。Shah
及びJohnsonは回路及びシステムに関する１９９０ＩＥ
ＥＥ国際シンポジウム（New Orleans LA USA onMay 1-
3、1990）における論文"DATA COMPRESSOR DECOMPRESSOR
IC" （pp．41-43）において、上述の既知のLempel-Ziv
アルゴリズムを用いる集積回路について述べている。本
発明を実施するにおいて、バッチ及びイン・ラインの両
オペレーションの使用を可能とする圧縮／伸長アルゴリ
ズムが好適である。もちろん、本発明を実施するため
に、バッチ或いはイン・ラインの一方のデータ圧縮／伸
長だけを使用することも可能である。
【００１３】データ記憶空間を節約するために、従来、
イメージ或いは"非コード化"データが圧縮及び伸長され
てきた。Reitsma の米国特許第４６２２５８５号は１つ
のビデオ圧縮方法を提案するものである。
【００１４】本発明の目的は、比較的単純なアクセス機
構を通じ、圧縮データをランダムにアクセスすることを
可能とする、柔軟なデータ圧縮／伸長制御を提供するこ
とである。
【００１５】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
アドレス可能なデータ・ブロックを有するデータ・ファ
イルが、こうしたデータ・ブロックの複数のグループに
区分化される。データ・ブロックの各グループは、デー
タの１単位として別々に圧縮及び伸長される。各こうし
たグループは、ホスト・プロセッサとデータ記憶ユニッ
ト、通信リンクなどとの間で、１データ転送単位（ＤＴ
Ｕ）として別々に転送される。ＤＴＵのサイズは、それ
に含まれるデータ・ブロック数に関しては、データ記憶
ユニットのセクタに記憶できるデータ記憶容量（データ
・バイト数）、データ・ファイルの各データ・ブロック
のバイト数、及び他のシステム・パラメータにもとづき
経験的に決定される。データ記憶装置における圧縮形式
における各グループのデータ記憶は、データ記憶システ
ムによりホスト・プロセッサに説明され、これは好適に
は圧縮形式におけるデータ記憶を実行する、ホスト・プ
ロセッサ・コマンドにリンクされるコマンドによる。ホ
スト・プロセッサはデータ・ファイルの各全てのグルー
プの記憶を記述するディレクトリを設立する。データ・
ファイルが圧縮形式により別のシステム或いはホスト・
プロセッサに転送される場合、圧縮データ・ファイル・
ディレクトリは圧縮グループを伴う。圧縮データをデー
タ記憶装置から検索するには、読出したいデータ・ブロ
ックを有するデータ・ブロック・グループを検索する。
データ・ブロックの各圧縮グループは、ホスト・プロセ
ッサとデータ記憶ユニットとの間で、伸長なしで転送可
能である。データ記憶媒体を受信するＤＴＵ或いはグル
ープは、それぞれ既知の固定ブロック・アーキテクチャ
（ＦＢＡ）、カウント・キー・データ（ＣＫＤ）、拡張
カウント・キー・データ（ＥＣＫＤ）或いはその他のフ
ォーマットによりフォーマットされる。
【００１６】
【実施例】図を参照すると、同一番号は様々な図におい
て同一パーツ及び構造的機構を示す。複数のデータ・ブ
ロックを有するデータ・ファイルは、１つ或いはそれ以
上のデータ・ブロックの転送単位に分割される。データ
記憶以前にデータ・ブロックの各転送単位は、圧縮デー
タ・ブロックのグループを生成するために、その固有の
データ圧縮サイクルに投入される。データ転送単位のサ
イズはバイト単位で、圧縮データ・ブロックの個々の記
録グループをアドレス及び検索することが容易なよう
に、且つ良好なチャネル利用及び圧縮効率を提供するよ
うに選択される。またデータ転送単位サイズは、データ
記憶効率にもとづき、すなわち圧縮後のデータの記憶が
いくつかの割当てられたアドレス可能なデータ記憶領域
を充填するように選択される。各グループに割当てられ
る各セクタは、部分的に充填されるそのグループの最後
のセクタを除き、その容量まで充填される。ＦＢＡデー
タ記憶ディスクにデータをより効率的に充填するために
は、部分的に充填されるデータ記憶セクタの数を減らす
ことが望まれる。この希望はＦＢＡデータ記憶ディスク
上に記憶される圧縮データ・ブロックに対する効率的な
ランダム・アクセスを可能とすることによりバランスさ
れる。
【００１７】圧縮データ・ブロックの各記憶グループ或
いは記録グループは、そのグループが記録されるディス
ク３０のセクタの数に関係なく、単一のデータ単位とし
てディスク３０からアクセスされる。圧縮データ・ブロ
ックの各グループは別のデータ圧縮オペレーションによ
り圧縮されるため、こうした各グループにおける全ての
データは、最初から、すなわち各グループにおける最初
の圧縮バイトから伸長されなければならない。従って、
任意のグループにおける目的の圧縮データ・ブロックを
ランダムにアクセスする際、各記憶グループの全ての圧
縮データ・ブロックが、ディスク３０から単一のディス
ク・レコードとして読出される。単一のディスク・レコ
ードは、所望の或いはアドレスされる圧縮データ・ブロ
ックまで伸長される。所望の圧縮データ・ブロックは次
に処理のために伸長される。圧縮データ・ブロックのグ
ループのサイズを制限することにより、任意の所望の圧
縮データ・ブロックへのより迅速なアクセスが提供でき
る。こうした希望はディスク３０のデータ記憶空間の使
用を最大化する希望とバランスされる。圧縮データ・ブ
ロックの容易なサイズ化グループを生成するこれら２つ
のパラメータの管理例が、以降で述べられる。
【００１８】別の構成では、各データ・ブロックは別々
に圧縮される。複数のこうした別々に圧縮されたデータ
・ブロックが単一のディスク・レコードに結合される。
別々に圧縮される各データ・ブロックに対応する単一の
ディスク・レコードにおけるバイト位置が、単一のディ
スク・レコード内に記録される。こうしたバイト位置或
いはオフセットにより、グループ内の各圧縮データ・ブ
ロックをアドレスすることが可能となる。
【００１９】圧縮データ・ブロックのグループへのアク
セスを容易にするために、ホスト・プロセッサ・プログ
ラムはそのグループと同様、それぞれのグループにおけ
るデータ・ブロックを含むアドレス可能データ記憶領域
を識別するディレクトリを保持する。この識別は好適に
はファイル・ディレクトリ形式を採用し、ホスト・プロ
セッサ１１内に保持される。こうしたディレクトリはま
た、圧縮データ・ブロックのグループを含むボリューム
上或いはデータ記憶ディスク上にも記憶される。好適に
はこのディレクトリは、圧縮データ・ブロックの複数の
グループを有する圧縮ファイルの各転送の一部として、
ディスク装置に転送される。この構成はそれぞれのグル
ープ内における圧縮データ・ブロックのアドレス指定を
可能とするディレクトリをＦＢＡディスク上に設立す
る。
【００２０】図１はデータ・ファイルの複数のデータ・
ブロックをより小さな圧縮データ・ブロックのグループ
にグループ化することにより、ファイルを記録する方法
を示す。ステップ１０はホスト・プロセッサ１１（図
２）において実行される。データ・ファイル或いはデー
タ・ファイルの一部が、圧縮データ記憶として識別され
る。データ・ファイルは複数のデータ・ブロックを含
む。用語 ^データ・ブロック^ はデータ・レコード（コ
ード化データ）、サブファイル構造、個々のイメージ、
グラフ、図面及び他の形式のグラフィックス、グラフィ
ックス（非コード化データ）とテキスト（コード化デー
タ）の結合などを含む。後に詳述されるように、データ
・ファイルは、記憶ユニットに或いは通信リンクを介し
てデータ転送単位（ＤＴＵ）として転送されるように、
また圧縮データ・ブロックの記録グループに対するラン
ダム・アクセス機能を保持するために、データ・ブロッ
クの容易なサイズ化グループに分割される。各ＤＴＵ及
び結果として生じる記録グループのサイズは、後に明ら
かにされるように種々の変数に依存する。ステップ１０
の実行の完了の結果、圧縮及び記憶のために選択される
こうしたデータ・ブロックのグループが生成される。
【００２１】ステップ１３はホスト・プロセッサ１１
（図２）により実行される。データ・ブロックのＤＴＵ
における非圧縮データ・バイト数（データ・ブロック数
と各データ・ブロック内のバイト数との積）が、１アド
レス可能データ記憶領域（ＦＢＡフォーマット化ディス
クのセクタ）のデータ記憶容量により分割され、その積
が少数部分を含む場合には、次に大きな整数に丸められ
る。この数値はデータを記憶するために必要となるアド
レス可能データ記憶領域の最大数を表す。すなわち、非
圧縮状態か、或いは記憶の目的でデータがより少ないバ
イトに圧縮されない場合に相当する。この時点では、圧
縮後のデータ・ブロックのグループを記憶するために、
幾つのアドレス可能データ記憶領域が必要かは認識され
ていない。データ・ブロックのグループをデータ記憶媒
体（実施例では光ディスク３０が使用される）に記憶す
ることを保証するために、圧縮データ・ブロックのグル
ープ全体を記憶するために十分なアドレス可能データ記
憶領域が、そのデータ・ブロックのグループを非圧縮形
式で記憶するものとして、最初に決定される。
【００２２】ステップ１５はホスト・プロセッサ１１及
びデータ記憶システム１２の両者により実行される。デ
ータ・ブロックの選択されたＤＴＵが、ホスト・プロセ
ッサによりデータ記憶システムに転送される。データ・
ブロックの選択ＤＴＵのデータは、データ記憶媒体３０
（図４）上に記憶される以前に圧縮される。このために
いくつかの方法が使用される。図１に示される方法で
は、データ記憶システムに最大数のアドレス可能データ
記憶領域を割当てるように要求する。次にデータ転送が
発生し、データ記憶システムに対し、データがデータ記
憶媒体３０（図４）上に記録される直前に、データ・ブ
ロックの選択ＤＴＵを圧縮するように要求する。圧縮及
びデータ記憶、或いは１つの連続体データとしての記録
の完了時に、データ記憶システム１２はデータ・ブロッ
クの圧縮グループを記憶するために実際に使用されるア
ドレス可能データ記憶領域の数を決定する。未使用状態
の割当てられたデータ記憶領域が次に割当て解除され
る。特定のデータ・ブロックが元の或いは非圧縮データ
よりも大きいバイト数に圧縮される場合は、後に明らか
となるように、データ圧縮ステップが使用されない。ど
のデータが圧縮されており、どのデータが圧縮されてい
ないかを示す制御データが、ＦＢＡディスク上に記録さ
れる。こうした制御データは、データをデータ記憶（Ｆ
ＢＡ）ディスクから検索するときに使用される。これに
ついても後に示される。本明細書において後に詳述され
るように、ステップ１６において、データ記憶システム
１２は圧縮データ・ブロックの丁度記録されたばかりの
グループの記憶ロケーションをホスト・プロセッサ１１
に送信する。そしてこの記憶ロケーションは、そのデー
タ・ブロックの記録グループがメンバとして含まれるデ
ータ・ファイルのディレクトリに記述される。
【００２３】第２の方法では、データ圧縮／伸長がホス
ト・プロセッサ１１において実行される。ホスト・プロ
セッサ１１はソフトウェア或いはハードウェアによるデ
ータ圧縮機構を含み、データ・ブロックの圧縮された選
択グループを記憶のためにデータ記憶システム１２に送
信する。この例では、バッチ圧縮が使用される場合、ホ
スト・プロセッサがデータ・ブロックの圧縮グループを
記憶するために必要なアドレス可能なデータ記憶領域の
数を決定する。ホスト・プロセッサ１１は次に、要求さ
れるアドレス可能なデータ記憶領域の数をその割当ての
ためにデータ記憶システム１２に送信し、その直後に圧
縮データがデータ記憶システムに転送される。
【００２４】第３の方法では、データ・ブロックの非圧
縮グループが、ホスト・プロセッサ１１により、データ
記憶システム１２に２度転送される。１度目の転送によ
り、データ記憶システム１２は、圧縮データを記憶する
ために必要なアドレス可能なデータ記憶領域の数を正確
に測定する。１度目の転送において、データは圧縮され
るが記録はされない。圧縮データのデータ記憶範囲（セ
クタ或いはアドレス可能領域の数）を決定するために、
圧縮データ・バイト数がカウントされる。データ記憶シ
ステム１２は、次に圧縮データを受信及び記憶するため
に必要な連続セクタの数を割当てる。同じデータのデー
タ記憶システム１２への２度目の転送において、圧縮デ
ータがデータ記憶媒体に圧縮され記憶される。
【００２５】上述の各方法において、圧縮ファイルにお
けるバイト数が非圧縮データのバイト数よりも大きい場
合、データは非圧縮形式で記録される。更に、圧縮デー
タ・ブロックのグループの更新時に、圧縮データのバイ
ト数が現行割当てられるセクタの容量を越える可能性が
ある。図１６に関連して後述されるように、更新される
ＤＴＵを記憶するために、セクタの割当ての変更が必要
となる。
【００２６】また、上述の各方法において、各ＤＴＵか
ら圧縮され記憶されるデータ・ブロックは、好適には１
つのグループとして圧縮され記憶される。すなわち、各
ＤＴＵにおける全てのデータ・ブロックは、１データ圧
縮サイクル中に圧縮され、圧縮データ・ブロックの１つ
のグループが生成される。別のデータ圧縮アプローチで
は、各々のデータ・ブロックがそれぞれのＤＴＵに個々
に圧縮される。この場合、圧縮データ・ブロックのグル
ープは、複数の個々に圧縮されたデータ・ブロックを含
む。この別のデータ圧縮では、各グループにおけるヘッ
ダにより、個々に圧縮されるデータ・ブロックの各グル
ープにおけるバイト・オフセットが識別される。こうし
た個々に圧縮されるデータ・ブロックは、データ記録デ
ィスク上においても、違法記録コード文字により識別さ
れる。こうした文字は種々のデータ記録コードとして知
られている。
【００２７】ホスト・プロセッサ１１はステップ１９に
おいて、圧縮データ・ブロックの全ての記録グループ
を、後述するファイル・ディレクトリを介して論理的に
関連づける。上述の第１の方法を使用する場合、圧縮デ
ータの記憶に際し、データ記憶システム１２はホスト・
プロセッサ１１に対し、圧縮データを記憶するために使
用される実際のセクタ数、更にアドレス及び識別データ
を報告する。これらについては後述される。
【００２８】ステップ２０において、ホスト・プロセッ
サ１１は圧縮及び記録される全てのデータが既に記録さ
れたかを判断する。圧縮データ・ブロックの記録グルー
プに関する詳細（ステップ１９参照）が、既に後述のフ
ァイル・ディレクトリ（図８）に入力されている。上述
の全てのマシン・オペレーションが完了すると、オペレ
ーションは"完了"となり、本説明に関係しない他のマシ
ン・オペレーションに移行することが可能となる。完了
していない場合は、全てのデータが圧縮され記録される
まで、ステップ１０乃至１９が上述のように繰返され
る。ここで他のマシン・オペレーションが、ホスト・プ
ロセッサ１１により、マルチタスク或いは割込みによる
データ処理環境において実行され、その間にステップ１
０乃至１９がデータ処理技術において既知のように実行
されてもよい。
【００２９】図２はデータ処理システムを単純な形式で
示したものである。ホスト・プロセッサ１１はデータ記
憶システム１２に接続される。データ記憶システム１２
は周辺制御装置２０を含み、これはホスト・プロセッサ
１１をデータ記憶装置２１に接続する。装置２１は本発
明の一実施例では、取外し可能な光磁気データ記憶媒体
或いは単一の媒体（ディスク）に作用する光磁気データ
記憶装置である。本明細書において後に使用されるよう
に、用語^プログラム式マシン^はホスト・プロセッサ１
１、周辺制御装置２０、及びデータ記憶装置２１のプロ
グラム部分を含む。圧縮／伸長機構は好適にはプログラ
ム式マシンに含まれる。イン・ライン圧縮／伸長におい
ては、圧縮／伸長が周辺制御装置２０において実行され
ることが好適である。図１５に関連して後述されるよう
に、圧縮／伸長機構のロケーションは、プログラム式マ
シンのどこかに存在する。バッチ圧縮／伸長において
は、圧縮／伸長をホスト・プロセッサ１１内に配置する
ことが好適である。
【００３０】図３は光磁気ディスク・データ記憶システ
ムにおいて、光ディスクのセクタをアドレスするために
使用される論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）構造２３
を表す。ＬＢＡ２３は本発明を実施する上での利点を完
全に実現する論理−実アドレス変換機構である。このセ
クタ・アドレス指定は、今日多くの光ディスク・データ
記憶装置において使用される論理アドレス指定にもとづ
く。接続されるホスト・プロセッサ１１は、ＬＢＡ２３
に含まれる論理ブロック・アドレスを使用することによ
り、ディスク３０（図４）上のデータをアドレスする。
ＬＢＡ２３は例えばセクタなどの、どのアドレス可能物
理データ記憶領域が、それぞれのＬＢＡアドレスにより
アドレスされるかを決定する。別のアドレス指定構成で
は、ホスト・プロセッサ１１が名前付きファイルへのア
クセスを要求する。この別のアドレス指定構成では、ホ
スト・プロセッサ１１はデータ・オペレーションを開始
するファイル内におけるバイト・ロケーション、及びデ
ータ・オペレーションの対象となるバイト数、すなわち
ディスクなどから読出されるバイト数（バイト長）を識
別する。
【００３１】ＬＢＡ２３は２つのアルゴリズムのいずれ
かにより管理される。その第１は光ディスクにおいて使
用されてきたものである。このアルゴリズムでは、ＬＢ
Ａ２３へのエントリ数は各ディスクにおいて一定であ
り、データ記憶用に指定されるディスクにおけるアドレ
ス可能エンティティの数にもとづく。既知のように、Ｌ
ＢＡ２３論理アドレス・シーケンスには、予備のアドレ
ス可能データ記憶領域或いはセクタは含まれない。既知
の第２のポインタが、ＬＢＡ２３を介して予備セクタを
アドレスすることが可能である。
【００３２】ＬＢＡ２３を用いてアドレスする第２のア
ルゴリズムは、磁気フレキシブル・ディスクにおいて使
用される。この第２のアルゴリズムでは、ＬＢＡ２３の
アドレス範囲は、マークされない或いは未使用のセクタ
の数と共に変化する。ＬＢＡ２３はデータ記憶用に指定
されるトラック及びセクタだけをアドレスするために識
別する。説明されたアドレス変換により識別されるセク
タの１つが使用不可となると、使用不可の或いは欠陥セ
クタがスキップされ、別のセクタにより置換される。こ
うした代用は既知である。
【００３３】ディスク３０上の全てのアドレス可能トラ
ック及びセクタは、ＬＢＡ２３を介してアドレスされ
る。こうしたアドレス指定は、ホスト・プロセッサ１１
が提供する論理アドレスを、提供される論理アドレスに
より識別されるデータを記憶する物理ディスク・トラッ
ク及びセクタにテーブル・ルック・アップ・マッチング
することにより行われる。各ＬＢＡ論理アドレスはＬＢ
Ａ２３において、１つのエントリ１４を有する。
【００３４】番号１７及び１８は本発明を使用すること
により、ディスク３０上に記録される圧縮データ・ブロ
ックのグループを示す。番号１７はあるファイル上の圧
縮データ・ブロックの第１のグループを示す。番号１８
は同じファイルから記録される圧縮データ・ブロックの
次のグループを示す。記録グループ１７乃至１８におけ
るデータ・ブロックの列挙は、ホスト・プロセッサ１１
により生成された元の順序に維持される。後に明らかと
なるように、それぞれのグループにおける圧縮データ・
ブロックは、図８に示されるファイル・ディレクトリに
おいて識別される。
【００３５】光磁気データ記憶ドライブ或いは装置２１
が図４に表されており、これは周辺制御装置２０を介し
てホスト・プロセッサ１１に接続される。通常、周辺制
御装置２０は光ディスク・ドライブと共にパッケージ化
される。光磁気記録ディスク３０は取外し可能に搭載さ
れ、モータ３２によりスピンドル３１を中心として回転
させられる。通常のディスク・カートリッジ・レシーバ
（図示せず）は、光磁気或いは他の光ディスク３０をド
ライブ２１に挿入及びそこから取出すために、スピンド
ル３１と連動する。ドライブ２１の光学部分３３はフレ
ーム３５上に搭載される。ヘッドアーム・キャリッジ３
４はディスク３０を半径方向に移動し、対物レンズ４５
をトラックからトラックへ運搬する。レコーダのフレー
ム３５は、キャリッジ３４が半径方向に往復移動可能な
ようにこれを好適に搭載する。キャリッジ３４の半径方
向の移動は、複数の同心トラック或いは螺旋トラックの
いずれか１つへのアクセスを可能とし、それによりディ
スク上へのデータの記録及びディスクからのデータの復
元が実施される。リニア・アクチュエータ３６がフレー
ム３５上に好適に搭載され、これはトラックへのアクセ
スを行うために、キャリッジ３４を半径方向に移動す
る。レコーダは１つ或いは複数のホスト・プロセッサ１
１に適宜接続され、こうしたホスト・プロセッサとして
は制御ユニット、パーソナル・コンピュータ、大規模シ
ステム・コンピュータ、通信システム、イメージ信号プ
ロセッサなどが挙げられる。接続回路３８は光記録装置
と周辺制御装置２０との間の論理的及び電気的接続を提
供する。
【００３６】デバイス・マイクロプロセッサ４０は、周
辺制御装置２０に接続される接続回路を含む装置２１を
制御する。制御データ、ステータス・データ、コマンド
などは、接続回路３８とデバイス・マイクロプロセッサ
４０との間を、双方向バス４３を介して交換される。マ
イクロプロセッサ４０にはプログラム或いはマイクロコ
ードを記憶する読出し専用メモリ（ＲＯＭ）４１、及び
データ及び制御信号を記憶するランダム・アクセス・メ
モリ（ＲＡＭ）４２が含まれる。
【００３７】記録装置（ドライブ或いは装置）２１の光
学系には対物レンズ或いは焦点結合レンズ４５が含ま
れ、ヘッドアーム３３が微動アクチュエータ４６により
位置調整されることにより、焦点結合及び半径方向の追
跡移動が達成される。このアクチュエータはレンズ４５
をディスク３０に接近させたり遠ざけたりすることによ
り焦点結合し、且つキャリッジ３４の移動に平行に半径
方向に移動する機構を含む。例えば、現アクセス中のト
ラックに近接するトラックをアクセスする度に、キャリ
ッジ３４を活動化することを不要とするために、１００
トラックの範囲内においてトラックが変更される。番号
４７はレンズ４５とディスク３０との間の双方向光経路
を示す。
【００３８】光磁気記録では、磁気バイアス・フィール
ド生成コイル４８が含まれる。実施例では、電磁気によ
り弱い磁化作用或いはバイアス・フィールドが提供さ
れ、これはレンズ４５からのレーザ光により照射される
ディスク３０上の小スポットの残留磁化方向を方向づけ
る。レーザ光スポットは記録ディスク上の照射スポット
を、光磁気層（ここでは示さないが、Chaudhari 等によ
る米国特許第３９４９３８７号で教示される希土類金属
と遷移金属との合金による）のキューリー点温度以上に
加熱する。この加熱により磁気コイル４８により生成さ
れるバイアス・フィールドは、スポットがキューリー点
温度以下に冷却される時に、残留磁気を所望の磁化方向
に方向づける。磁気コイル４８は"書込み"方向に向けら
れるバイアス・フィールドを提供するように示されてい
る。すなわち、ディスク３０上に記録される２進数の１
は、通常、"Ｎ極残留磁化"に相当する。ディスク３０を
消去するために、磁気コイル４８はＳ極がディスク３０
に近接するように、フィールドを提供する。磁気コイル
４８の制御４９は、磁気コイル４８にライン５０を介し
て電気的に結合され、コイル４８により生成される磁気
フィールドの書込み方向及び消去方向を制御する。マイ
クロプロセッサ４０はライン５１を介して、バイアス・
フィールド磁気極性を反転するための制御信号を制御部
４９に供給する。
【００３９】トラック或いは周転を忠実に追跡して、目
的のトラック或いは周転が迅速且つ正確にアクセスされ
るように、ビーム追跡経路４７の半径方向の位置を制御
することが必要である。このために、焦点結合及び追跡
回路５４は粗動アクチュエータ３６及び微動アクチュエ
ータ４６の両者を制御する。アクチュエータ３６による
キャリッジ３４の位置決めは、回路５４によりライン５
５を介してアクチュエータ３６に供給される制御信号に
より正確に制御される。更に、回路５４による微動アク
チュエータ４６の制御は、ライン５７及び５８を介して
微動アクチュエータ４６に伝達される制御信号を通じて
実行され、これらのラインはそれぞれ焦点結合及びトラ
ック追跡／探索アクションに作用する。センサ５６は微
動アクチュエータ４６のヘッドアーム・キャリッジ３３
に対する相対位置を検知し、相対位置エラー（ＲＰＥ）
信号を生成する。ライン５７は２本の信号導体を含み、
一方は焦点エラー信号を回路５４に伝達し、他方は焦点
制御信号を回路５４から微動アクチュエータ４６内の焦
点結合機構に伝達する。
【００４０】焦点結合及び追跡位置検知は、ディスク３
０から経路４７上を反射され、レンズ４５及びハーフ・
ミラー６０を通過し、更にハーフ・ミラー６１によりい
わゆる"クワッド検出器"６２に反射されるレーザ光を分
析することにより達成される。クワッド検出器６２は４
個の光素子を有し、これらは番号６３により集合的に示
される４つのライン上にそれぞれ信号を供給し、これら
の信号が焦点結合及び追跡回路５４に伝達される。検出
器６２の１つの軸をトラックの中心線に位置合わせする
ことにより、トラック追跡オペレーションが可能とな
る。焦点結合オペレーションは、クワッド検出器６２内
の４個の光素子により検出される光強度を比較すること
により達成される。焦点結合及び追跡回路５４は、ライ
ン６３上の信号を分析し、焦点結合及び追跡動作の両者
を制御する。
【００４１】ディスク３０上へのデータの記録或いは書
込みについて次に説明する。ここでマグネット４８はデ
ータを記録するために目的の位置に回転させられるもの
とする。マイクロプロセッサ４０は制御信号をライン６
５を介してレーザ制御回路６６に供給し、記録オペレー
ションが継続することを示す。これはレーザ６７が制御
回路６６により活動化され、記録用の強度の高いレーザ
光ビームを発することを意味する。それに対し、読出し
においては、レーザ６７により発せられるレーザ光ビー
ムの強度は、ディスク上のレーザ照射スポットをキュー
リー点以上に加熱しない程度に低下される。制御回路６
６はその制御信号をライン６８を介してレーザ６７に供
給し、レーザ６７により発せられる光強度を示すフィー
ドバック信号を、ライン６９を介して受信する。制御回
路６６は光強度を目的の値に調整する。レーザ６７はガ
リウム砒素ダイオード・レーザなどの半導体レーザであ
り、データ信号により変調され、その結果、発せられる
光ビームは強度変調により記録されるデータを表す。こ
の点に関し、データ回路７５（後述される）は、こうし
た変調を行うための信号を示すデータをライン７８を介
してレーザ６７に供給する。こうして変調された光ビー
ムは偏光子７０（ビームをリニアに偏光する）を通過
し、コリメート・レンズ７１を通過してハーフ・ミラー
６０に達し、ここでディスク３０方向に反射され、その
後レンズ４５を通過する。データ回路７５は、記録のた
めにマイクロプロセッサ４０によりライン７６を介して
供給される制御信号を処理するように準備する。マイク
ロプロセッサ４０及び回路７５は、接続回路３８を介し
てホスト・プロセッサ１１から受信される記録用コマン
ドに応答する。データ回路７５が準備されると、接続回
路３８を通じて、データが周辺制御装置２０とデータ回
路７５との間で直接転送される。データ回路７５及び補
助的回路（図示せず）は、ディスク３０フォーマット信
号、エラー検出及びエラー訂正などに関連する。回路７
５は読出し或いは復元動作において、付随信号をリード
・バック信号から排除する。これは訂正データ信号を、
バス７７及び接続回路３８を介して、周辺制御装置２０
に供給する以前に実施される。
【００４２】ディスク３０からデータを読出し或いは復
元し、ホスト・プロセッサ１１に転送するために、ディ
スク３０からのレーザ光ビームの光学的及び電気的処理
が必要となる。反射光の一部（カー効果（Kerr effec
t） を用いて記録を行うディスク３０により回転させら
れる偏光子７０からのリニア偏光を有する）は双方向光
経路４７に沿って伝搬され、レンズ４５及びハーフ・ミ
ラー６０及び６１を通過し、ヘッド・アーム３３光学系
のデータ検出部７９に至る。ハーフ・ミラー或いはビー
ム・スプリッタ８０は、反射ビームを強度が等しい２本
のビームに分割し、それらの両者は同じ反射回転リニア
偏光を有する。ハーフ・ミラー８０により反射される光
は第１の偏光子８１を通過する。これはディスク３０上
のアクセス・スポットの残留磁化が、"Ｎ"極或いは２進
値の１を示す時に回転させられる反射光だけを通過させ
るようにセットされる。こうして通過した光はフォトセ
ル８２に突入し、適切な指示信号が差動増幅器８５に供
給される。反射光が"Ｓ"極或いは消去極の方向の残留磁
化により回転させられた場合には、偏光子８１は光を全
く通過させないか、或いはほとんどの光を通過させず、
その結果、活動信号がフォトセル８２により供給される
ことはない。偏光子８３においては全く反対のオペレー
ションが行われ、これは"Ｓ"極により回転させられたレ
ーザ光ビームだけをフォトセル８４に通過させる。フォ
トセル８４は受取ったレーザ光を示す信号を差動増幅器
８５の第２の入力に供給する。差動増幅器８５は出力差
動信号（データを表す）を検出信号としてデータ回路７
５に供給する。実施例では、この検出信号にはデジタル
復調（１−７ ｄ−ｋコードからホスト・プロセッサ形
式のデータへの読出し信号の復号化）は含まれない。検
出信号は記録されたデータのみならず、いわゆる付随信
号も同様に含む。本明細書において使用される用語"デ
ータ"は、好適にはデジタル或いは離散値タイプの情報
信号を意味するものである。
【００４３】スピンドル３１の回転位置及び回転スピー
ドが、適切なタコメータ或いはエミッタ・センサ９０に
より検知される。センサ９０は好適には光検知タイプで
あり、スピンドル３１のタコメータ・ホイール（図示せ
ず）上のスポットの明暗を検知し、"タコ"（tach）信号
（デジタル信号）をＲＰＳ回路９１に供給する。ＲＰＳ
回路９１はスピンドル３１の回転位置を検出し、回転情
報信号をマイクロプロセッサ４０に供給する。マイクロ
プロセッサ４１はこうした回転信号を使用し、ディスク
３０上のデータ記憶セグメントへのアクセスを制御す
る。これは磁気データ記憶ディスクにおいては広範に実
施されている。更に、センサ９０からの信号は、モータ
３２がスピンドル３１を一定の回転スピードで回転させ
るように制御するために、スピンドル・スピード制御回
路９３へも伝達される。制御９３は既知のように、モー
タ３２のスピードを制御するためのクリスタル制御発振
器を含む。マイクロプロセッサ４０はライン９４を介
し、制御９３に制御信号を通常の方法で供給する。
【００４４】周辺制御装置２０が図５に示される。この
制御装置はイン・ライン或いは実時間データ圧縮／伸長
を司る、圧縮／伸長機構を含む。ホスト・プロセッサ１
１と周辺制御装置２０との間の接続は、既知の小型コン
ピュータ・システム・インタフェースを実現するＳＣＳ
Ｉモジュール１００による。Ｉ／Ｏデータ・バッファ１
０３（既知の技術により、入力データ・バッファ及び出
力データ・バッファに動的に割当てられる）は、ホスト
・プロセッサ１１から受信されるデータ或いはそれに送
信されるデータを一時的に記憶する。光ディスク制御装
置（ＯＤＣ）１０４は、ディスク３０（図４）からのデ
ータの読出し及びそこへのデータの書込みを管理する。
エラー訂正制御（ＥＣＣ）モジュール１０６は読出され
るデータのエラーの検出及び訂正を行い、データと共に
媒体に書込まれるＥＣＣエラー検出及び訂正冗長文字を
生成する。ランレングス制限（ＲＬＬ）（変復調）符号
化及び復号化がデータ回路７５（図４）において実施さ
れる。こうした変復調符号化及び復号化により記録され
るデータ・パターンは、例えば既知の１−７ ｄ−ｋコ
ードにおいて使用される。マイクロプロセッサ１０７
（及び制御記憶装置１０８及び動的記憶装置１０９）は
制御装置２０の種々の要素を制御する。圧縮／伸長（Ｃ
Ｄ）モジュール１０１は、例えば上述の Shah らにより
説明される集積回路により構成され、圧縮アルゴリズム
を実施する。ＣＤモジュール１０１は、マイクロプロセ
ッサ１０７の監視の下で、周辺制御装置２０を介するデ
ータ・フローを制御する自動回路タイミング及び制御を
含む。この圧縮／伸長はデータ転送と実時間（イン・ラ
イン）において実行される。バス１０２、１１０及び１
１１はモジュール同士を相互接続する。制御装置２０は
好適には装置２１と共に共通のフレーム上にパッケージ
化される。
【００４５】図６はいくつかのデータ・ブロックが複数
の圧縮データ・ブロックを含む１つのグループに圧縮さ
れ、それらがディスク３０上のトラック１１７の多数の
データ記憶セクタ１１８に記録される様子を表す。複数
のデータ・ブロック１１６を含むグループ１１５が、図
１に関連して述べられたように記録のために選択され
る。圧縮データ・ブロックのグループ１１５は、ホスト
・プロセッサ１１により制御装置２０に転送される。制
御装置２０のＣＤ１０１は、グループ１１５が圧縮デー
タ・ブロックのグループとして、セクタ１１８とセクタ
１１９の約半分内に記録されるように十分に圧縮する。
最後のセクタ１１９の残りの半分は既知の埋込みバイト
により充填される。番号１２２は以前に割当てられたセ
クタを示す。番号１２３は上述の第１の方法に従い最初
に割当てられた次のセクタを示す。書込み−圧縮コマン
ドに対する制御装置２０の結合応答は、ホスト・プロセ
ッサ１１に対し、セクタ１２３がグループ１１５からデ
ータを受信しなかったために、割当て解除されることを
示す。ホスト・プロセッサ１１は制御装置２０に応答し
て、セクタ１２３を割当て解除する。
【００４６】上記説明はホストプロセッサ１１がデータ
空間管理を実行することを仮定したものである。この構
成は通常適用される。更に、複数のホストが装置２１を
共用するマルチ・ホスト構成では、その内の１つが空間
管理を実行するように指定される。また、あるシステム
では、周辺制御装置がデータ記憶空間管理を実行する。
【００４７】図７は既知のＳＣＳＩインタフェースにお
いて使用される３つのコマンドを省略形式で表したもの
である。書込みコマンド１３０はオペレーション・コー
ド・フィールド１３１を含み、これはコマンドが書込み
コマンドであることを示す。ＬＢＡアドレス・フィール
ド１３２は、即刻実行される書込みコマンドにより転送
されるデータが開始する第１のＬＢＡアドレス（データ
をディスク３０の複数のセクタに記憶する際に使用され
るいくつかのＬＢＡアドレスの内の最下位ＬＢＡアドレ
ス）を示す。フィールド１３３は、ディスク３０上への
記憶のために、ホスト・プロセッサ１１から装置２１に
転送されるデータの単位数を示す。１単位はディスク３
０の１セクタに記憶可能なデータを示す。ＦＢＡディス
クは異なるデータ記憶容量のセクタを有し、例えば５１
２、１０２４（１ｋｂ）、２０４８、或いは４０９６バ
イトのデータを記憶する。フィールド１３４は転送され
るデータが圧縮されるかどうかを示す。フィールド１３
５はこの書込みコマンドがバッファ読出しコマンド１４
０にリンクされることを示す。このコマンドの連結は、
周辺制御装置２０に対してホスト・プロセッサ１１にデ
ータ記憶の詳細、すなわち実際に使用されるセクタ数、
及びホスト・プロセッサ１１が後述の図８に表されるフ
ァイル・ディレクトリのエントリを生成するために必要
なデータ、を報告することを要求し、更に割当て解除さ
れるセクタを識別する。ここでＬＢＡ２３はホスト・プ
ロセッサ１１において、ディスク３０のセクタへの記録
のコピーにより更新されることを述べておく。また、図
８に表されるファイル・ディレクトリのコピーは、ディ
スク３０上に記録され、好適にはこれは非圧縮形式によ
り、圧縮データを記憶するための第１のＬＢＡアドレス
の直前に位置する第１のＬＢＡ２３論理アドレスに記録
される。
【００４８】バッファ読出しＳＣＳＩコマンド１４０は
オペレーション・コード・フィールド１４１を含み、こ
れはこのコマンドがバッファ読出しコマンドであること
を示す。制御装置２０はバッファ読出しコマンドの受信
に応答し、データをＩ／Ｏバッファ１０３の出力レジス
タから転送する。制御装置２０は書込みコマンド１３０
にリンクされるバッファ読出しコマンドに応答する準備
として、圧縮データ・ブロックのグループの記憶に関す
る情報をこうした出力バッファ１０３レジスタに記憶す
る。フィールド１４２は制御装置２０に圧縮データ・ブ
ロックを記憶するために使用されるセクタ数を示す。す
なわち、ホスト・プロセッサ１１は圧縮データ・ブロッ
クを記憶するために必要なディスク・セクタ数を認識
し、これは図８に示されるファイル・ディレクトリに対
する新たなエントリとなる。
【００４９】データ読出しコマンド１４５はオペレーシ
ョン・コード・フィールド１４６を有し、これはこのコ
マンドがデータ読出しコマンドであることを示す。デー
タをディスク３０からホスト・プロセッサ１１に転送す
るために使用される第１のＬＢＡアドレスが、フィール
ド１４７に示される。フィールド１４８は、ＦＢＡディ
スクからホスト・プロセッサ１１に転送するように要求
或いは指示されるデータ・ブロック数を示す。フィール
ド１４９は読出されるディスク・セクタ数を制御装置２
０に示す。フィールド１５０は伸長が実行されるか否か
を示す。リンク・オン・ビット１５１は、通常、非活動
状態にリセットされる。圧縮データ・ブロックのあるグ
ループを読出す時、制御装置２０は指示された数のセク
タを読出し、データ・ブロックを伸長し、伸長されたデ
ータ・ブロックをホスト・プロセッサ１１に転送する。
制御装置２０は転送されるデータ・ブロック数をカウン
トし、その数がフィールド１４８に示される数値ｎに達
すると、データ転送が終了する。データ・ブロックのカ
ウントは、保全性のチェックにも使用される。
【００５０】図８に示されるファイル・ディレクトリは
異なるレベルの詳細を示し、選択レベルはアプリケーシ
ョンに依存する。圧縮データ・ブロックのグループ内に
記録されるデータ・ブロックを有する各ファイルは、３
つの異なるデータ・ファイルに対してそれぞれ番号１６
１、１６２及び１６３により示される別々のディレクト
リ部分を有する。各ディレクトリの各行１６０は１エン
トリを表す。各ディレクトリにおける第１のエントリは
コラム１６４に含まれ、そのファイルのファイル名と、
そのディレクトリがディスク３０上に記録されるＬＢＡ
アドレスが記述される。第１の或いはトップ・エントリ
におけるコラム１６５は、各データ転送単位におけるデ
ータ・ブロック数を示す。用語^データ転送単位^（ＤＴ
Ｕ）は、各データ転送の間に、任意の数のデータ・ブロ
ックが、ディスク３０とホスト・プロセッサ１１との間
を転送されることを示す。残りのエントリ１６０は、そ
れぞれ、転送及び記録される圧縮データ・ブロックのグ
ループに対応する。それぞれのエントリにおけるコラム
１６４は、そのグループを記憶するために使用される第
１のＬＢＡアドレスを示す。コラム１６５は記録される
データ・ブロック数、及び圧縮データ・ブロックのそれ
ぞれのグループをディスク３０上に記憶するために使用
されるセクタ数を示す。全てのデータ・ブロックが単一
のデータ圧縮オペレーションにおいて圧縮されると、圧
縮データ・ブロックのグループは連続データとなり、デ
ータ・ブロック境界を示す外部指示を有さない。伸長機
構及び関連する制御により、伸長後のデータ・ブロック
境界が既知のように識別される。
【００５１】図８に表されるファイル・ディレクトリに
含まれる情報の他に、各グループに関する追加の詳細情
報が提供されてもよい。ファイル・ディレクトリのこう
した別の実施例において、制御装置２０は更に圧縮デー
タ・ブロックの各グループに対応して（すなわち図８に
示されるファイル・ディレクトリの各エントリに対
し）、データ・ブロックとデータ記憶セクタとの関係マ
ップ（ＬＢＡ論理アドレスを使用し、ディスク３０上の
実際の物理ロケーションを使用しない）を返却する。こ
の追加情報は、ＬＢＡ２３に示される記録データ及び未
使用のディスク３０セクタを管理するためにホストによ
り使用される。
【００５２】全てのエントリは、現ファイル内の圧縮デ
ータ・ブロックの全ての各グループ（Ｇｐ．）に対応し
て、上述のようにデータ・ブロックをＬＢＡアドレスに
マップした内容を含む。すなわち、各データ・ブロック
は、そのデータ・ブロックの圧縮及びサイズに依存し
て、１セクタ或いは複数セクタに記録されるように指示
される。いくつかの圧縮データ・ブロックが１セクタに
記録されても良い。この例では、ＬＢＡアドレスが同じ
位置で開始され、また終了される。すなわち、いくつか
のデータ・ブロックに対し、例えばＬＢＡ10から始まっ
てＬＢＡ10で終了することになる。
【００５３】追加のアドレス指定情報を使用する図８に
表されるディレクトリ形式について次に示す。
【表１】 第１エントリ ファイル名 データ転送単位内のデ
ータ・ブロック数 第２エントリ Ｇｐ．１ＬＢＡ このグループ内のデー
タ・ブロック及びセクタの数 データ・ブロックｎ バイトＢにおけるＬＢＡ Ｎ データ・ブロックｎ＋１ バイトＢ2におけるＬＢＡ
Ｎ データ・ブロックｎ＋２ バイトＢ3におけるＬＢＡ
Ｎ2 （グループ（Ｇｐ．）１内の全てのデータ・ブロックの
マップが継続する。用語"バイト"はセクタ内に記録され
るそれぞれの圧縮データ・ブロックのバイト変位を示
す。） 第３エントリ Ｇｐ．２ＬＢＡ データ・ブロック及び
セクタの数 （データ・ブロックのＬＢＡアドレスへのマップについ
ては上述済み）
【００５４】ここで上付き文字は、単にそれぞれのブロ
ックｎ、ｎ＋１、ｎ＋２などにおける第１（上付き文字
無し）、第２などのバイト位置を示す。
【００５５】上述のディレクトリ構造は、圧縮データ・
ブロックの単一のグループのデータ内容を更新するため
に、ファイル全体を読出し、そして再書込みする必要性
をなくす。圧縮データ・ブロックのグループの更新に
は、圧縮データ・ブロックのあるグループの読出しだけ
が必要となる。圧縮データ・ブロックの更新されたグル
ープは、以前に生成された圧縮データ・ブロックのグル
ープを記憶するために使用されたセクタよりも多くのセ
クタを、その記憶のために必要とする可能性がある。こ
のために追加のセクタが割当てられなければならない。
圧縮データ・ブロックの各グループは、連続セクタ（介
在するアドレス不能な欠陥セクタを除く）に記録される
ことが望ましいため、新たな割当てが要求される。この
活動の全貌については、後に図１６を参照して説明され
る。ホスト・プロセッサ１１はこの情報を使用して、圧
縮データ・ブロックの更新されたグループを記憶するた
めに十分なアドレス（セクタ）数を有する次に使用可能
な連続ＬＢＡアドレスのセットを決定する。
【００５６】ＷＯＲＭ（write once、read many ）光デ
ィスクでは、ホスト・プロセッサは圧縮データ・ブロッ
クの更新されたグループを記憶するための次に使用可能
なＬＢＡアドレス指定セクタを設置するために、媒体走
査コマンドを発行する。ホスト・プロセッサ１１はこの
情報を拡張ディレクトリ・エントリに保管し、データが
検索或いは読出される時にこれを使用する。
【００５７】図１１に関連して後述されるように、本発
明を実施するための別の制御パラメータとして、ＣＫＤ
及びＥＣＫＤの例において使用されるセクタの最小数或
いは最大数がある。非圧縮データを記憶するために必要
なセクタ数ＮがＭＩＮ（最小値）及びＭＡＸ（最大値）
と比較される。必要なセクタ数がＭＩＮ値とＭＡＸ値の
間にある時、ＤＴＵが数Ｎを用いて生成される。ＭＩＮ
はディスク記憶空間の合理的な使用を保証し、ＭＡＸは
圧縮データ・ブロックへの合理的なアクセスを保証す
る。ＮがＭＩＮよりも小さい場合には、ＮはＭＩＮに等
しく設定される。ＤＴＵ内のデータ・バイト数は、ＦＢ
Ａ装置ではＮ*ＳＢ （ＳＢは１セクタに記憶可能なバイ
ト数）であり、ＣＫＤ及びＥＣＫＤ装置ではＮ*ＤＢ
（ＤＢは１データ・ブロックを記憶するために所望され
るデータ・バイト数）となる。ＤＴＵ内のバイト数は各
ファイル・ディレクトリの第１の或いはトップ・エント
リ１６０（図８）に記憶される。１つの変形として、各
エントリ１６０のフィールド１６６は圧縮ＤＴＵ指示ビ
ットＣを含む。Ｃが１の場合、それぞれのエントリ１６
０により表されるデータは圧縮形式で記録される。ビッ
トＣが０の場合、データはディスク３０上にデータ圧縮
をせずに記録される。圧縮ビットＣは本発明によれば、
データを記憶する全ての各セクタに記録されてもよい。
【００５８】図９はＦＢＡディスクのディスク・セクタ
のフォーマットを図式的に示す。セクタ１７０はディス
ク３０のトラック１６９に含まれる。セクタ間ギャップ
１７１はセクタ１７０を直前のセクタ（図示せず）から
分離する。セクタＩＤ１７２はエンボス領域であり、セ
クタ１７０のトラック及びセクタ・アドレスを含む。セ
クタ内ギャップ１７３はハード・セクタ式或いはエンボ
ス式マーク１７２を、セクタ１７０の残りの部分を構成
する光磁気式記録部分から分離する。データ同期信号DA
TA SYNC １７４は、セクタ１７０の一部１７５に記憶さ
れるデータにより光磁気式に記録される。制御領域１７
６は所望されるように、光磁気式に記録される制御信号
を記憶する。圧縮ビットＣ１７７（領域１７６内の制御
信号の一部と見なされる）が１にセットされていると、
これは１７５内のデータが圧縮されていることを示す。
Ｃ１７７が０にセットされている場合は、１７５内に記
憶されるデータは圧縮されていない。セクタ１７０はＥ
ＣＣ１７８部分に含まれるエラー検出及び訂正冗長で終
了する。ＥＣＣ１７８に記憶される信号は既知の方法に
より生成され記憶されるが、これは本発明を理解する上
で関係しない。セクタ間ギャップ１７９はセクタ１７０
を次に続くセクタ１８０から分離する。本発明を実施す
る上で、圧縮ビット１７７が使用されることが望まし
い。
【００５９】図１０はファイルを複数の圧縮データ・ブ
ロックのグループに記憶するマシン・オペレーションの
シーケンスを示す流れ図であり、各グループはホスト・
プロセッサからデータ記憶システムへ、上述の多数の非
圧縮バイトを有するＤＴＵとして別々に転送される。ス
テップ１８５では、生成されるＤＴＵの数を決定するた
めに、記録されるデータが解析される。ＤＴＵのバイト
／データ・ブロックの実際のサイズはファイルによって
異なる。ステップ１８６では、最初に記録されるデータ
・ブロック数を収容するために、使用される複数のＤＴ
Ｕのサイズを等化するように、ＤＴＵサイズが変更され
る。例えば、圧縮され記録されるデータ・ブロックの数
が２個の所望のＤＴＵよりも小さく、データ・ブロック
数の１／２がＭＩＮ値よりも大きいデータ・バイト数と
なる場合、各々がデータ・ブロックの１／２を有する２
個のＤＴＵが生成される。これと同じ原理が後に明らか
にされるように、任意の数のＤＴＵを有するデータ・ブ
ロックの転送に適用される。但し、圧縮データ・ブロッ
クの記録グループを更新する場合は例外である。ＤＴＵ
サイズを等化できない場合には、最後のＤＴＵがＭＩＮ
バイト数よりも小さなバイト数を有することになる。小
さな最終ＤＴＵから生じる圧縮データ・ブロックの記録
グループを更新する際、ＤＴＵのサイズ、従って圧縮デ
ータ・ブロックのグループが、図１０及び図１２に関連
して述べられるＤＴＵサイズ要求に合うように、データ
・ブロックの数が追加され拡大されたＤＴＵが生成され
る。図１６は圧縮データ・ブロックの記録グループの更
新に関し、更新されるＤＴＵの圧縮及び記憶に起因する
圧縮データ・ブロックの記録グループに対して現行割当
てられたデータ記憶空間にとって、上記更新されるＤＴ
Ｕが記憶するのに大きすぎる場合の記憶処理マシン・ス
テップを表す。
【００６０】"GET DTU" ステップ１８８（図１０）で
は、データ・ブロックのＤＴＵがデータ転送のために生
成される。ステップ１８９では、ＤＴＵがデータ記憶シ
ステム１２に転送される。データ記憶システム１２は転
送されたＤＴＵを前述のように圧縮及び記憶する。ステ
ップ１９０では、ホスト・プロセッサ１１が更に別のＤ
ＴＵが転送されるかどうかを確認する。転送されない場
合（DONE=1）、ホスト・プロセッサ１１はエグジットし
て、本発明には関連しない他の作業を実行する。転送さ
れる別のＤＴＵが存在する場合、全てのＤＴＵがデータ
記憶装置１２に転送されるまで、ステップ１８８及び１
８９が繰返される。
【００６１】図１１はイメージ（非コード化或いはグラ
フィックス）データ及びテキスト（コード化）データの
それぞれに対するＭＩＮ値及びＭＡＸ値の選択を示す。
データの圧縮率がＭＩＮとＭＡＸの選択において測定さ
れる。この点で、イメージ・データ或いはテキスト・デ
ータの各ファイルは、実質的にファイル毎のデータによ
り異なって圧縮され、同様にイメージ或いはテキストの
どちらのタイプのデータにおいても、データ・ブロック
毎に変化する。データ・ブロックの第１のグループが圧
縮データ・ブロックのグループとして圧縮され、記録さ
れると圧縮率が図８に示されるファイル・ディレクトリ
に、データ・ブロックの続く圧縮及び記憶の基準として
記録される。図１１ではイメージ・データが７５％圧縮
され（圧縮イメージ・データ・ブロックが元のサイズの
２５％となる）、テキスト・データ・ブロックが５０％
圧縮されるものとする。これらの測定値はエラー調整用
マージンを加味する計算目的に応じて変化される。
【００６２】ステップ１９５はファイル内のデータがテ
キストかイメージかを判断する。イメージの場合、ステ
ップ１９６はＭＩＮ値を４*ＳＢ （セクタ内のバイト
数）として計算する。すなわち少なくとも４セクタが圧
縮データ・ブロックのグループを記憶するために使用さ
れる。数値４は任意の方法で選択される。セクタ・サイ
ズは使用されるセクタの最小数に影響を及ぼす。ステッ
プ１９７はＭＡＸ値を６４*ＳＢ として計算する。１０
２４バイト・セクタを有するＦＢＡディスクでは、最大
ＤＴＵサイズは６４ＫＢ（キロバイト）である。再度、
システムはこれらの値を変更することを考慮できる。こ
うした考慮は本説明の範中を越えるものである。ステッ
プ１９５において、テキスト・データの場合（IMAGE DA
TA = NO）、ステップ２００はＭＩＮ値として２*ＳＢ
を計算し、ステップ２０１ではＭＡＸ値を３２*ＳＢ と
して計算する。ＭＩＮとＭＡＸの間のイメージ・データ
における非圧縮バイト数は、テキスト・データの場合の
非圧縮バイト数に等しい。異なる圧縮率はＭＩＮ値とＭ
ＡＸ値を期待圧縮率に反して変更する。どちらかの計算
を実行後、ホスト・プロセッサ１１は適切なファイル・
ディレクトリの第１のエントリ１６０（図８）にＭＩＮ
値及びＭＡＸ値を記憶し、この計算を終了する。
【００６３】ＭＩＮ値及びＭＡＸ値はまた予め決定さ
れ、データ・クラスを定義するパラメータ・データとし
て含まれたりする。これについてはGelbらによる米国特
許第５０１８０６０号"ALLOCATING DATA STORAGE SPACE
OF PERIPHERAL DATA STORAGEDEVICES USING IMPLIED A
LLOCATION BASED ON USER PARAMETERS"に述べられてい
る。Gelbらはデータ・セット・パラメータが、暗黙的に
周辺データ記憶装置のオペレーションを制御することを
教示する。データ・ベース或いはファイル・パラメータ
・データにもとづくこうした暗黙の制御が、本発明の実
施にも適用される。
【００６４】図１２はデータ記憶システム１２による書
込みコマンドの実行を示し、ここではＤＴＵにおいて受
信されるデータ・ブロックは圧縮され、次に圧縮データ
・ブロックのグループとして記録される。ステップ２１
０は書込みコマンド１３０を受信する。ステップ２１１
は生成された圧縮データ・ブロックのグループ及び達成
された圧縮率ＣＲを記憶するのに使用される実際のセク
タ数を報告するために、フィールド１３５にリンク・コ
マンドをセットする。ステップ２１２はデータ記憶シス
テム１２に圧縮モードをセットし、それにより受信され
るデータ・ブロックを１つの連続体の圧縮データに圧縮
するために、ＣＤ１０１が活動化される。ステップ２１
３はＤＴＵデータ・ブロックを受信、圧縮及び記憶す
る。ステップ２１６は圧縮データを記憶するために実際
に使用されるセクタ数を、最初に割当てられたセクタ数
と比較する。ステップ２１７は受信されたＤＴＵ内の元
のデータ・ブロックのバイト・カウントを、圧縮データ
・ブロックのバイト・カウントと比較する。ほとんどの
例では、圧縮データ・ブロックのバイト・カウントは、
元のＤＴＵデータ・ブロックのバイト・カウントよりも
小さい。この場合、ステップ２１８において、データ記
憶システム１２はホスト・プロセッサ１１に、データ記
憶オペレーションが完了したことを示す。未使用のセク
タの識別及び丁度完了したデータ記録オペレーションを
記述する他の情報が、データ記憶システム１２からホス
ト・プロセッサ１１に転送される。この転送は記録オペ
レーションの完了指示に応答して、ホスト・プロセッサ
１１がデータ記憶システム１２にバッファ読出しコマン
ド１４０を発行することにより実行される。その結果、
未使用の割当てられたセクタの数、及び他の全ての圧縮
情報がホスト・プロセッサ１１に送信される。ホスト・
プロセッサ１１はステップ２１９で未使用の割当てられ
たセクタの指示に応答して、他のデータの記憶用に使用
するために、こうしたセクタの割当てを解除する。ここ
で圧縮ビット１３４がオフの場合には、圧縮が発生しな
いことを述べておく。
【００６５】ステップ２１７において、データ圧縮の結
果生成される圧縮データ・ブロック内のデータ・バイト
が、元のデータ・ブロック内のそれよりも大きいと判断
されると、データ・ブロックはデータ圧縮をせずに記録
される。圧縮データ・ブロックにおけるこうしたサイズ
の増大は、元のデータ・ブロックが特定のデータ・パタ
ーンを有する場合に発生したりする。いずれにしても、
ステップ２２０において、データ記憶システム１２はチ
ャネル・コマンド・リトライ（ＣＣＲ）或いはそれに相
当するものをホスト・プロセッサ１１に送信する。ＣＣ
ＲはＤＴＵが再度ホスト・プロセッサ１１により、デー
タ記憶システム１２に転送される必要のあることを示
す。すなわち、圧縮後のＤＴＵサイズの増大は、エラー
状態と見なされる。ＣＣＲは記録エラーが発生したこと
を示す。ホスト・プロセッサ１１はステップ２２１でＣ
ＣＲに応答して、ＤＴＵをデータ記憶システム１２に再
送信する。ステップ２２２において、データ記憶システ
ム１２はデータ圧縮をせずにＤＴＵを記憶する。上述の
オペレーションはステップ２１９或いはステップ２２２
で終了される。
【００６６】図１３はデータ読出しのシステム・オペレ
ーションを示す流れ図である。ステップ２２５でホスト
・プロセッサ１１はデータを読出す準備をする。すなわ
ち、読出されるデータ・ブロックを識別する。ホスト・
プロセッサ１１は次にステップ２２６で、ファイル・デ
ィレクトリを探索する（図８）。こうしたファイル・デ
ィレクトリはディスク３０から読出される。圧縮に関連
するファイル・ディレクトリが存在しない場合には、デ
ータは圧縮されていない。また、識別されるグループに
対応する図８に示されるディレクトリのフィールド１６
６が０の場合、そのグループは圧縮されていない。更
に、読出されるデータが圧縮されており、データ記憶シ
ステム１２以外の装置において伸長することが望まれる
場合、ステップ２２６はパス２２７を介して、全ての識
別データを伸長せずに読出すためのホスト・プロセッサ
・オペレーションを指示する。パス２２７から、データ
圧縮を含まない通常のデータ記録オペレーションが実行
される（図示せず）。ホスト・プロセッサ１１は読出さ
れる圧縮データ・ブロックの各々の記録グループに対応
して、１つの読出しコマンド１４５を発行する。所望の
読出しオペレーションに依存して、伸長或いは伸長オフ
を示すために、フィールド１５０或いは読出しコマンド
がセットされる。ホスト・プロセッサ１１は読出しコマ
ンド１４５をデータ記憶システム１２に送信する以前
に、ステップ２２６でフィールド１５０を調査する。ホ
スト・プロセッサ１１がステップ２２６において、読出
されるデータが圧縮されており、従って伸長が所望され
ると判断すると、次にステップ２３０においてフィール
ド１５０を圧縮オンにセットする。読出されるデータ・
ブロックを有する圧縮データ・ブロックの全てのグルー
プが、ステップ２３１において、適切なファイル・ディ
レクトリ１６１乃至１６３の調査により識別される。ホ
スト・プロセッサ１１は次にステップ２３２において、
１つ或いはそれ以上の読出しコマンド１４５を生成し、
ステップ２３１で識別された圧縮データ・ブロックのグ
ループを伸長を伴いながら読出す。上記使用された用語
^生成^は、データ記憶システム１２に所望の読出しを実
行させるように指令するために、適切な制御データを読
出しコマンドに挿入することを示す。こうしたコマンド
は、読出されるＬＢＡアドレス指定セクタの数と同様、
最初のあるセクタのＬＢＡにおける論理アドレスを含
む。ステップ２３２において、１つの読出しコマンドが
ホスト・プロセッサ１１によりデータ記憶システム１２
に送信されるが、記録ブロックの複数のグループをフェ
ッチするために、多数の読出しコマンドが送信されたり
もする。次に、データ記憶システム１２が読出しコマン
ドを受信する。ステップ２３３において、データ記憶シ
ステムは読出される要求グループを記憶する最初のセク
タのセクタ圧縮ビットをチェックする。ビットＣ１７７
（図９）が１の場合、データは圧縮されている。データ
記憶システム１２は次にステップ２３４で、要求グルー
プをデータ伸長しながら読出す。ここでＲＥＡＤコマン
ド・フィールド１５０が伸長オフを示す場合、たとえビ
ットＣ１７７が１にセットされていようと、伸長は発生
しない。一方、ビットＣ１７７が０の場合は（セクタ内
のデータが圧縮されていない）、ステップ２３５におい
てデータ記憶システム１２はデータを読出し、その読出
しデータを伸長せずにホスト・プロセッサ１１に送信す
る。図２に示されるシステムはステップ２３４或いは２
３５の一方から、あるグループに対する読出しオペレー
ションを脱出する。
【００６７】図１４はＲＥＡＤコマンド１４５に応答す
るデータ記憶システムのオペレーションを表す。ステッ
プ２３６はＲＥＡＤコマンドを受信する。ステップ２３
７は圧縮フィールド１５０をチェックする。圧縮フィー
ルドが伸長がオンであることを示すと、次にアクセスさ
れるセクタのＣビット１７７がチェックされ、読出され
るデータが実際に圧縮形式で記録され、記憶されている
ことを確認する。ステップ２３８では、フィールド１５
０が圧縮を示し、且つＣビット１７７がオンの時、読出
されるデータを伸長してＲＥＡＤコマンドを実行する。
フィールド１５０が伸長オフを示す場合には、アドレス
指定されるセクタに記憶されるデータは圧縮されている
か否かに関わらず、伸長せずに転送される。すなわち、
フィールド１５０が圧縮オフを示す時には、全ての場合
において、データ記憶システム１２は伸長を実行せずに
データを転送する。この制御はデータを圧縮形式或いは
非圧縮形式のいずれかにより転送することを可能とす
る。
【００６８】図１５はホスト・プロセッサにリンクされ
たシステムにおける本発明の一応用例を表す。バッチ及
びイン・ラインの両方のデータ圧縮／伸長が使用され
る。圧縮／伸長ソフトウェア・モジュール２５１及び２
７３は、バッチ・データ圧縮及び伸長を提供し、一方、
集積回路チップ（ハードウェア圧縮／伸長）２５３及び
２７２はイン・ライン（実時間）データ圧縮／伸長を提
供する。２つのデータ処理システム２４０及び２４１
は、データ・リンク２６３によりリンクされる。リンク
２６３はローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）或
いはデータ通信回路であったり、取外し可能なデータ・
カートリッジをマニュアル式でまたはライブラリを介し
て受渡したり、或いはメールであったりする。それらに
より２つのデータ処理システム間が結合される。システ
ム２４０内のホスト・プロセッサ２５０はソフトウェア
圧縮／伸長機能２５１、圧縮或いは伸長を含まない転送
リンク機能２５２、及びイン・ライン・ハードウェア圧
縮／伸長機能２５３を有する。機能２５１乃至２５３
は、データ処理システム２４０のホスト・プロセッサ２
５０内、或いはチャネル接続の一部として、物理的に配
置される。後者はホスト・プロセッサ２５０を機能２５
１乃至２５３に接続する論理スイッチ２５４（プログラ
ム式或いはハードウェア）を含む。破線２５５はスイッ
チ２５４がホスト・プロセッサ２５０によりプログラム
式に制御されることを示す。任意のデータ処理システム
では、１）バッチ圧縮機能２５１及びリンク機能２５
２、２）イン・ライン機能２５３及びリンク機能２５
２、３）全ての機能２５１乃至２５３、の内のいずれか
を有するか、或いは、４）２５１或いは２５３のどちら
かが、データ記憶システム２６２或いはデータ・リンク
２６３に配置される。
【００６９】機能２５１乃至２５３からの入出力（Ｉ
Ｏ）接続は論理スイッチ２６０により作用され、このス
イッチは破線２６１により示されるように、ホスト・プ
ロセッサ２５０によりプログラム式に制御される。スイ
ッチ２６０は機能２５１乃至２５３とデータ記憶システ
ム２６２、或いはデータ・ライン２６３との間で、ＩＯ
データ・フローを方向制御する。
【００７０】データ処理システム２４１はデータ処理シ
ステム２４０と同一なものとして示されている。データ
処理システム２４１は、ホストプロセッサ２５０とは異
なる計算機構成及び能力を有するホスト・プロセッサ２
７０、及び論理スイッチ２７１、機能２７２乃至２７
４、データ記憶システム２７５、及びデータ処理システ
ム２４１をデータ・リンク２６３を介して他の装置及び
データ処理システム２４０に選択的に接続するスイッチ
２７７を含む。
【００７１】図１６は圧縮データ・ブロックの記録グル
ープを更新する過程を示す。ホスト・プロセッサ１１は
ステップ２８０において、データ・ブロックを更新し、
データ記憶システム１２に記録されるファイルを、圧縮
データ・ブロックの複数のグループとして更新すること
を望む。ステップ２８１において、更新されるＤＴＵの
データ長（圧縮データ・バイト数）と、更新される１つ
のグループとして現在記録されているセクタのバイト数
とが比較される。ホスト・プロセッサ１１はまた圧縮デ
ータを記憶している最終セクタにおける埋込みバイト数
を調査し、更新されたデータ・ブロックが、更新される
グループに対応して現行割当てられているセクタに記憶
可能かどうかを予測する。
【００７２】ステップ２８２において、ホスト・プロセ
ッサ１１は更新されたＤＴＵが現行割当てられているセ
クタに記憶可能か、或いはより多くのまたは異なるセク
タが割当てられる必要があるかを判断する。すなわち、
更新されたＤＴＵが現記録されているグループよりも多
くのデータ・バイトを有する場合、ステップ２８８にお
いて、追加のセクタが割当てられる（ホスト・プロセッ
サ１１が割当てを実行する）。こうした新たなセクタ
は、好適には更新されるデータ・ブロックの記録グルー
プを含むいずれのセクタも含むことのない隣接セクタで
ある。割当てステップ２８８に続いて、更新されたＤＴ
Ｕはステップ２８９で記録される。次にホスト・プロセ
ッサ１１は、ステップ２９０において、更新されるデー
タ・ブロックのグループを含むセクタを割当て解除す
る。図２に表されるシステムは次にステップ２９０から
更新オペレーションを脱出する。
【００７３】ステップ２８２において、更新されたＤＴ
Ｕ内のデータ・バイト数が実質的に記録されているＤＴ
Ｕのバイト数（非圧縮）に等しい場合、ステップ２８３
において、更新されるグループを現在記憶しているセク
タを使用して、更新が発生する。図２に表されるシステ
ムは次にステップ２９０を実行し、その後、更新オペレ
ーションを脱出する。更新されたＤＴＵが、記録されて
いるグループよりも少ないバイトを有する場合、更新さ
れたＤＴＵが更新されるグループを含むセクタから選択
されるセクタに記録される。一方、更新されたＤＴＵを
記録するために使用されないセクタは、ステップ２９０
で割当て解除される。
【００７４】データが増大するパターンとは無関係に、
更新されるデータ・ブロックを新たに割当てられるセク
タのセットに常時記憶し、更新される圧縮データ・ブロ
ックの現グループを記憶しているセクタを割当て解除或
いは解放することも可能である。この場合には、ステッ
プ２８８乃至２９０が実行される。例えば、圧縮データ
・ブロックの元のグループを保管することが望まれる場
合に、こうした元の記録が保存される。ホスト・プロセ
ッサ１１は次に適切なファイル・ディレクトリ１６０乃
至１６２を更新し、記憶オペレーションを脱出する。
【００７５】図１６に示される更新オペレーションで
は、圧縮データが元の圧縮データよりも多くのバイトを
有する場合には、常に、データが非圧縮形式において記
録される。図１２に示されるステップは図１６に表され
るシーケンスに追加される。
【００７６】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
比較的単純なアクセス機構を通じて、圧縮データをラン
ダムにアクセスすることを可能とする柔軟なデータ圧縮
／伸長制御を提供することが可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】図１は本発明を使用するデータ記憶オペレーシ
ョンを表す流れ図である。
【図２】図１のデータ記憶オペレーションを実施するデ
ータ処理システムの単純化されたブロック図である。
【図３】データ・ファイルのデータ・ブロックの記録さ
れる圧縮グループを識別する論理ブロック・アドレス
（ＬＢＡ）ディレクトリを示す図である。
【図４】図２のホスト・プロセッサに接続される光デー
タ記憶システムの詳細ブロック図である。
【図５】図２及び図４に表されるデータ処理システムに
おいて使用される周辺制御装置のブロック図である。
【図６】図１に示されるデータ・ブロックの圧縮グルー
プを記憶する様子を図式的に示す図である。
【図７】図２及び図４に示されるデータ記憶システムへ
のＳＣＳＩ接続を使用するホスト・プロセッサ・コマン
ドを図式的に表す図である。
【図８】ファイルのデータ・ブロックの複数の圧縮グル
ープのファイル・ディレクトリを図式的に表す図であ
る。
【図９】ディスク・セクタのフォーマットを図式的に表
す図である。
【図１０】図１に示されるオペレーションの詳細流れ図
を示す図である。
【図１１】図１に示されるオペレーションの詳細流れ図
を示す図である。
【図１２】図１に示されるオペレーションの詳細流れ図
を示す図である。
【図１３】図１に示されるオペレーションの詳細流れ図
を示す図である。
【図１４】図１に示されるオペレーションの詳細流れ図
を示す図である。
【図１５】本発明を適用した、複数のデータ記憶装置、
及びデータ・リンク或いはローカル・エリア・ネットワ
ークにより相互接続されるホスト・プロセッサを有する
マルチ・ユニット・データ処理システムの論理図であ
る。
【図１６】圧縮データ・ファイルを更新するマシン・オ
ペレーションを示す流れ図である。
【符号の説明】
１００ ＳＣＳＩモジュール １０１ 圧縮／伸長（ＣＤ）モジュール １０３ Ｉ／Ｏデータ・バッファ １０４ 光ディスク制御装置（ＯＤＣ） １０７ マイクロプロセッサ ２５０ ホスト・プロセッサ ２５１ ソフトウェア圧縮／伸長 ２５３ ハードウェア圧縮／伸長 ２６２ データ記憶システム ２６３ データ・リンク ２７０ ホスト・プロセッサ ２７２ ハードウェア圧縮／伸長 ２７３ ソフトウェア圧縮／伸長 ２７５ データ記憶システム

Claims (13)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】アドレス可能なデータ・ブロック配列のデ
    ータを、予め定められたバイト記憶容量のアドレス可能
    なデータ記憶領域の複数個を有するデータ記憶装置上
    に、圧縮形式で記憶させるためのプログラム式マシンを
    含む装置であって、記憶すべきデータの１個または複数個のデータ・ブロッ
    クにして上記バイト記憶容量以上の所定のデータ・バイ
    ト数から成る上記データ・ブロックを各データ転送単位
    として選択するための 上記プログラム式マシン内の選択
    手段と、上記データ・バイト数に応答して、上記各データ転送単
    位毎の各選択データ・ブロックを記憶するのに必要な上
    記データ記憶領域の各第１の個数を決定すると共に、こ
    れらの各第１の個数の上記データ記憶領域の全てが各デ
    ータ転送単位の選択データ・ブロックの記憶のために割
    当てられたことを表示するための、 上記選択手段に接続
    される上記プログラム式マシン内の割当て手段と、各データ転送単位の各選択データ・ブロックを受け取っ
    て上記各第１の個数以下である各第２の個数の上記デー
    タ記憶領域に各々圧縮形式で記憶するために、上記受け
    取った各選択データ・ブロックをデータ転送単位毎に別
    々に各圧縮ブロックに圧縮するための、 上記選択手段に
    接続されるプログラム式マシン内の圧縮手段と、 上記各圧縮ブロックを受け取って上記各第２の個数の上
    記データ記憶領域に記憶させると共に、各圧縮ブロック
    の記録の完了を表示するための、上記圧縮手段に接続さ
    れる上記データ記憶装置内のデータ・アクセス手段と、 上記割当ての表示及び圧縮ブロックの上記記憶の完了の
    表示を受け取り、各データ転送単位毎の各圧縮ブロック
    が記憶されている上記データ記憶領域のアドレス及びサ
    イズを関連づけるディレクトリを生成するための、上記
    データ・アクセス手段及び上記割当て手段に接続される
    上記プログラム式マシン内のディレクトリ手段と、 から成る装置。
  2. 【請求項２】上記プログラム式マシンと上記データ記憶
    装置との間で転送されるデータ・ブ ロック転送単位のサ
    イズをバイト数で指示するための、上記プログラム式マ
    シン内のバイト数範囲手段を含み、 上記選択手段が上記範囲手段に接続されて上記バイト数
    範囲指示を受信し、受信した範囲指示に応答して、デー
    タ転送単位を構成する所定数のデータ・ブロックに含ま
    れるデータバイトの総数が上記指示された範囲内のバイ
    ト数になるように、データ転送単位を構成するデータ・
    ブロックの個数を選択する、請求項１記載の装置。
  3. 【請求項３】上記データ記憶装置がＣＫＤデータを受信
    及び記録するＣＫＤフォーマット化ディスクを有し、 上記選択手段がＣＫＤデータ・ブロックを供給するＣＫ
    Ｄ手段に接続され、所定数の上記ＣＫＤデータブロック
    を受信及び選択し、 上記データ・アクセス手段が各圧縮ブロックを上記ＣＫ
    Ｄフォーマット化ディスク上に１レコードとして受信及
    び記録するＣＫＤ記録手段を有し、 圧縮してそれぞれのＣＫＤレコードに記録するためのＣ
    ＫＤデータ・ブロックの転送単位を供給するために、上
    記ＣＫＤ手段を繰返し動作させる、上記選択手段及び上
    記ＣＫＤ手段に接続される繰返し手段をさらに含む、 請求項１記載の装置。
  4. 【請求項４】上記プログラム式マシンが、周辺制御装置
    に接続されるホスト・プロセッサを含み、該周辺制御装
    置が上記データ記憶装置に接続され、上記データ記憶装置が、 上記データ記憶領域としてのセ
    クタを有するＦＢＡセクタ式ディスクをさらに含み、 上記選択手段が、上記ＦＢＡセクタ式ディスク上の所定
    数のセクタ内に記録されるデータ転送単位毎の上記デー
    タ・ブロックを各々選択するＦＢＡ手段を有し、各選択データ・ブロック が、複数の上記圧縮ブロックに
    圧縮形式で上記ＦＢＡセクタ式ディスク上に記録される
    ように、上記選択手段及び圧縮手段を繰り返し動作させ
    て、圧縮のために上記データブロックから複数の上記デ
    ータ転送単位を作り、上記作られたデータブロックのデ
    ータ転送単位の各々を圧縮ブロックとして圧縮し、上記
    圧縮ブロックを上記ＦＢＡセクタ式ディスク上に記録す
    る、 請求項１記載の装置。
  5. 【請求項５】予め定められたバイト記憶容量のアドレス
    可能なセクタの複数個を有する上記データ記憶装置内の
    ＦＢＡフォーマット化ディスクと、 上記セクタ記憶容量に応答して、データ転送単位である
    上記所定データ・バイト数が各セクタのバイト記憶容量
    に等しいように選択する、上記ＦＢＡフォーマット化デ
    ィスクに関連づけられる上記選択手段と、 を含む請求項１記載の装置。
  6. 【請求項６】上記各圧縮ブロックに１個のファイル・デ
    ィレクトリが対応するように複数個のファイル・ディレ
    クトリを生成するために上記ディレクトリ手段を動作さ
    せる、上記ディレクトリ手段及び上記データ・アクセス
    手段に接続される上記プログラム式マシン内のデータ記
    憶管理手段であって、 各上記ファイル・ディレクトリに、データブロックの各
    上記データ転送単位に含まれる上記データ・ブロックの
    数を記憶するように上記ディレクトリ手段を動作させ、
    上記データ転送単位に含まれる最大バイト数を記憶す
    る、上記データ記憶管理手段、 を含む請求項１記載の装置。
  7. 【請求項７】更新されたデータ・ブロックを受信し、上
    記更新されたデータ・ブロックを含むデータ・ブロック
    のデータ転送単位を作成することにより、記録された圧
    縮ブロックを、上記更新されたデータ・ブロックにより
    更新するように上記選択手段を動作させる、上記選択手
    段及び上記割当て手段に接続される上記プログラム式マ
    シン内の更新手段を含み、 上記圧縮手段は上記新しいデータ転送単位を受信し、新
    しい圧縮ブロックに圧縮し、 上記割当て手段に接続される上記更新手段は、上記デー
    タ記憶装置内の上記新しい圧縮ブロックを受信及び記録
    するために上記アドレス可能データ記憶領域の個数を割
    当てるように上記割当て手段を動作させることを特徴と
    する、 請求項１記載の装置。
  8. 【請求項８】圧縮ブロックの記憶に先立って、第１の個
    数の上記アドレス可能データ記憶領域を上記圧縮ブロッ
    クに仮に割当てる上記割当て手段内の第１の手段と、上 記第１の手段に応答して、上記仮り割当てのデータ記
    憶領域のうち、上記第１の個数から上記第２の個数を差
    し引いた残りの上記仮り割当てデータ記憶領域に対する
    割当てを解除する上記割当て手段内の第２の手段と、 を含む請求項１記載の装置。
  9. 【請求項９】データ・ファイルを構成する複数個のデー
    タ・ブロックを圧縮してデータ記憶媒体上の複数個のア
    ドレス可能なデータ記憶領域に割当て記憶するための、
    プログラム式マシンにより実行される方法であって、 上記データ記憶媒体上に圧縮形式で記憶されるべき複数
    個のデータ・ブロックをデータ転送単位として上記デー
    タ・ファイルの中から 選択するステップと、データ転送単位毎に上記選択データ・ブロックを圧縮形
    式で記憶するのに必要な最大個数の上記データ記憶領域
    を見積って仮に割当てる ステップと、上記選択データ・ブロックを受け取ってデータ転送単位
    毎に圧縮して生成した圧縮ブロックを上記最大個数の上
    記データ記憶領域のうちの該最大個数以下の計算された
    個数のデータ記憶領域に実際に 割当てるステップと、上記計算個数の上記データ記憶領域に上記圧縮ブロック
    を記憶させるステップと、 各記憶された圧縮ブロックへのランダム・アクセスを可
    能とするために、該圧縮ブロックのアドレス及びサイズ
    を示す別々のファイル・ディレクトリを生成及び保持す
    るステップと、 を含む方法。
  10. 【請求項１０】ファイル・ディレクトリを生成及び保持
    するステップは、上記ファイル・ディレクトリが各デー
    タ転送単位の所望のサイズをデータバイトで示すように
    設定すること、及び上記ファイル・ディレクトリの１つ
    のエントリーを各上記記憶された圧縮ブロックに対応す
    るように設定することを含むデータ記憶空間管理を設定
    するステップ、 を含む請求項９記載の方法。
  11. 【請求項１１】圧縮ブロックの１つを記憶させるステッ
    プの後に、上記仮り割当てのデータ記憶領域のうち、上
    記最大個数から上記計算個数を差し引いた残りの上記仮
    り割当てデータ記憶領域に対する割当てを解除するステ
    ップ、 を含む請求項９記載の方法。
  12. 【請求項１２】上記データ・ブロックを選択するステッ
    プは、１つのＣＫＤフォーマット化ファイルのＣＫＤフ
    ォーマット化データ・ブロックを供給し、圧縮及び記録
    される上記ＣＫＤデータ・ブロックを選択するステップ
    を含み、上記実際に割当てるステップは、 上記ＣＫＤデータ・ブ
    ロックの複数個のデータ転送単位を圧縮ブロックにそれ
    ぞれ圧縮するステップを含み、上記圧縮ブロックを記憶させるステップは、 上記複数の
    圧縮ブロックをＣＫＤフォーマット化記録媒体上の１レ
    コードとして記録するステップ、 を含む請求項９記載の方法。
  13. 【請求項１３】上記データ・ブロックを選択するステッ
    プは、各データ転送単位に含まれるバイト数の範囲をセ
    ットするステップと、 上記各データ転送単位の選択された数のデータ・バイト
    がセットされた範囲内に収まるように、上記データ・ブ
    ロックの数を選択するステップと、 を含む請求項９記載の方法。
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