JP3005645B2 - 消去不可能な記憶媒体上にファイルを読出しかつ書込む方法 - Google Patents
消去不可能な記憶媒体上にファイルを読出しかつ書込む方法Info
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- G11B27/10—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel
- G11B27/19—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier
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- G11B27/32—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on separate auxiliary tracks of the same or an auxiliary record carrier
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- G—PHYSICS
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- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
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- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
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- G—PHYSICS
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
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- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 技術分野 この発明は、コンピュータオペレーティングシステム
と周辺の入出力装置との間のディレクトリおよびデータ
ファイルの形式の情報転送を調整するためのデバイスド
ライバに関するものであり、特定的には、ライト・ワン
ス リード・メニー（write−once read−many）、す
なわち消去不可能なデータ記憶媒体上にこのようなファ
イルを読出しかつ書込む方法に関するものである。
と周辺の入出力装置との間のディレクトリおよびデータ
ファイルの形式の情報転送を調整するためのデバイスド
ライバに関するものであり、特定的には、ライト・ワン
ス リード・メニー（write−once read−many）、す
なわち消去不可能なデータ記憶媒体上にこのようなファ
イルを読出しかつ書込む方法に関するものである。
背景技術 コンピュータシステムを動かすソフトウェアは、コン
ピュータハードウェアからさまざま程度の独立性を有す
る層に典型的に編成される。ハードウェアから最も独立
した層は通例、ワード処理または簡易言語プログラムの
ような、特定のジョブを実行し、ファイルおよびファイ
ル内の記録に関するデータを処理するアプリケーション
プログラムである。中間層は、メモリおよびでディスク
記憶のようなシステム資源の割当を管理するオペレーテ
ィングシステムの核であり、ディスクディレクトリおよ
びディスク記憶の他のハウスキーピングの詳細を実現す
る。マシンに最も依存する層は、磁気ディスクドライブ
のような周辺装置の制御装置を管理するオペレーティン
グシステムの構成要素であるデバイスドライバを含む。
デバイスドライバは、周辺装置とコンピュータのRAMメ
モリとの間でデータを転送する責任を担い、他のプログ
ラムがそれに作用し得る。ドライバはオペレーティング
システムの核を、ちょうどその核がファイルが管理の詳
細からアプリケーションプログラムを順に保護するよう
に、装置の入出力ポートアドレスおよび動作特性のよう
な特定の周辺装置の特殊性を処理する必要性からオペレ
ーティングシステムの核を保護する。
ピュータハードウェアからさまざま程度の独立性を有す
る層に典型的に編成される。ハードウェアから最も独立
した層は通例、ワード処理または簡易言語プログラムの
ような、特定のジョブを実行し、ファイルおよびファイ
ル内の記録に関するデータを処理するアプリケーション
プログラムである。中間層は、メモリおよびでディスク
記憶のようなシステム資源の割当を管理するオペレーテ
ィングシステムの核であり、ディスクディレクトリおよ
びディスク記憶の他のハウスキーピングの詳細を実現す
る。マシンに最も依存する層は、磁気ディスクドライブ
のような周辺装置の制御装置を管理するオペレーティン
グシステムの構成要素であるデバイスドライバを含む。
デバイスドライバは、周辺装置とコンピュータのRAMメ
モリとの間でデータを転送する責任を担い、他のプログ
ラムがそれに作用し得る。ドライバはオペレーティング
システムの核を、ちょうどその核がファイルが管理の詳
細からアプリケーションプログラムを順に保護するよう
に、装置の入出力ポートアドレスおよび動作特性のよう
な特定の周辺装置の特殊性を処理する必要性からオペレ
ーティングシステムの核を保護する。
磁気記憶装置のデバイスドライバは記憶媒体上のファ
イル割当テーブルおよびディレクトリをデータと同様、
オペレーティングシステムの１つのコマンドの実行の間
数回アクセスし、更新する。これはファイル属性を変化
させるためとともに、ディスクの性能を最大にするため
に行なわれ、次回この情報が要求される際、より効率的
な検索を許容する。この情報の転送は多数のセクタを何
度も読出しおよび書込みすることを含む。しかし、この
磁気媒体は消去可能であるため、これは問題ではなく、
結果として記憶容量の損失にはならないであろう。他
方、CD−ROMおよびレーザ記録可能なダイレクト・リー
ド・アフタ・ライト（direct−read−after−write）媒
体のような現在使用可能な光学記憶倍媒体は消去不可能
である。したがってこれらの媒体はライト・ワンス リ
ード・メニー（WORM）媒体、またはただのライト・ワン
ス媒体としばしば呼ばれる。ライト・ワンス媒体は消去
可能でないため、ファイルが更新されるたび、容量が失
なわる。１つのコマンドの間のファイル割当テーブルお
よびディレクトリの多重記録は、容量が必要より３倍早
く消耗されるため、特にやっかいである。
イル割当テーブルおよびディレクトリをデータと同様、
オペレーティングシステムの１つのコマンドの実行の間
数回アクセスし、更新する。これはファイル属性を変化
させるためとともに、ディスクの性能を最大にするため
に行なわれ、次回この情報が要求される際、より効率的
な検索を許容する。この情報の転送は多数のセクタを何
度も読出しおよび書込みすることを含む。しかし、この
磁気媒体は消去可能であるため、これは問題ではなく、
結果として記憶容量の損失にはならないであろう。他
方、CD−ROMおよびレーザ記録可能なダイレクト・リー
ド・アフタ・ライト（direct−read−after−write）媒
体のような現在使用可能な光学記憶倍媒体は消去不可能
である。したがってこれらの媒体はライト・ワンス リ
ード・メニー（WORM）媒体、またはただのライト・ワン
ス媒体としばしば呼ばれる。ライト・ワンス媒体は消去
可能でないため、ファイルが更新されるたび、容量が失
なわる。１つのコマンドの間のファイル割当テーブルお
よびディレクトリの多重記録は、容量が必要より３倍早
く消耗されるため、特にやっかいである。
したがって、この発明の目的は、媒体に記憶されるフ
ァイルへの迅速なアクセスを許容しつつ、現在既知の方
法ほど急速に媒体の記憶容量を使いつくさないライト・
ワンスまたは消去不可能な媒体上に（ディレクトリを含
む）ファイルを読出しかつ書込む方法を提供することで
ある。
ァイルへの迅速なアクセスを許容しつつ、現在既知の方
法ほど急速に媒体の記憶容量を使いつくさないライト・
ワンスまたは消去不可能な媒体上に（ディレクトリを含
む）ファイルを読出しかつ書込む方法を提供することで
ある。
この発明の開示 上記の目的は、オペレーティングシステムと消去不可
能な媒体との間でファイルを転送する方法に適合してお
り、その中で媒体上のディレクトリはキャッシュメモリ
に読込まれ、消去可能な媒体のFATおよびディレクトリ
に対応するオペレーティングシステム型のファイル割当
テーブル（FAT）およびディレクトリはそのキャッシュ
メモリ内のディレクトリから構成される。データ転送は
このキャッシュメモリを介して間接的に行なわれる。ユ
ーザに要求されるコマンドを実行するため、オペレーテ
ィングシステムは実際にその媒体に書込まずに、ファイ
ル割当テーブルを変更するか、またはキャッシュメモリ
内のファイル属性を変化させることができる。オペレー
ティングシステムが全コマンドの完了によってキャッシ
ュメモリの更新を終了し、キャッシュ内のデータが書込
みの準備を完了しているときのみ、このドライバは実際
の媒体を更新する。このドライバは媒体上にいつ書込む
べきかを決定するだけでなく、たとえば変化してしまっ
た情報のみの書込みによる、ほとんど効率的な検索のた
めにデータを記憶する最良の方法をも決定する。
能な媒体との間でファイルを転送する方法に適合してお
り、その中で媒体上のディレクトリはキャッシュメモリ
に読込まれ、消去可能な媒体のFATおよびディレクトリ
に対応するオペレーティングシステム型のファイル割当
テーブル（FAT）およびディレクトリはそのキャッシュ
メモリ内のディレクトリから構成される。データ転送は
このキャッシュメモリを介して間接的に行なわれる。ユ
ーザに要求されるコマンドを実行するため、オペレーテ
ィングシステムは実際にその媒体に書込まずに、ファイ
ル割当テーブルを変更するか、またはキャッシュメモリ
内のファイル属性を変化させることができる。オペレー
ティングシステムが全コマンドの完了によってキャッシ
ュメモリの更新を終了し、キャッシュ内のデータが書込
みの準備を完了しているときのみ、このドライバは実際
の媒体を更新する。このドライバは媒体上にいつ書込む
べきかを決定するだけでなく、たとえば変化してしまっ
た情報のみの書込みによる、ほとんど効率的な検索のた
めにデータを記憶する最良の方法をも決定する。
図面の簡単な説明 図１は、先行技術およびこの発明の両方のデバイスド
ライバ割込ルーチンのフローチャートである。
ライバ割込ルーチンのフローチャートである。
図2Aおよび2Bは、標準的磁気媒体のための、図１のル
ーチンの入力および出力ステップを実行する先行技術の
方法を示すフローチャートである。
ーチンの入力および出力ステップを実行する先行技術の
方法を示すフローチャートである。
図3Aおよび3Bは、小型光学ディスクのための図１のル
ーチンの入力および出力ステップを実行する別の先行技
術の方法を示すフローチャートである。
ーチンの入力および出力ステップを実行する別の先行技
術の方法を示すフローチャートである。
図４は、オペレーティングシステムメモリおよび標準
的磁気媒体の両方に記憶される先行技術のファイル割当
構造の概略図である。
的磁気媒体の両方に記憶される先行技術のファイル割当
構造の概略図である。
図5AおよびB5は、FATおよびディレクトリエントリを
示す、図４のファイル割当構造の部分的概略図である。
示す、図４のファイル割当構造の部分的概略図である。
図６は、オペレーティングシステムメモリおよびキャ
ッシュメモリに記憶されるこの発明のファイル割当構造
の概略図である。
ッシュメモリに記憶されるこの発明のファイル割当構造
の概略図である。
図７は、一時メモリバッファ内、およびライト・ワン
ス媒体上に記憶されるこの発明のファイル割当構造の概
略図である。
ス媒体上に記憶されるこの発明のファイル割当構造の概
略図である。
図7Aは、この媒体上のディレクトリエントリを示す、
図７の構造の部分的概略図である。
図７の構造の部分的概略図である。
図８は、この発明の方法に使用されるカードフォーマ
ットのライト・ワンス光学記憶媒体の上面図である。
ットのライト・ワンス光学記憶媒体の上面図である。
図９は、ライト・ワンス媒体のための図１のルーチン
の入力ステップを実行するためのこの発明の方法を示す
フローチャートである。
の入力ステップを実行するためのこの発明の方法を示す
フローチャートである。
図10および11は、図９のステップの部分を詳細に示す
フローチャートである。
フローチャートである。
図12は、ライト・ワンス媒体のための図１のルーチン
の出力ステップを実行するためのこの発明の方法を示す
フローチャートである。
の出力ステップを実行するためのこの発明の方法を示す
フローチャートである。
図13および14は、図12のステップの部分を詳細に示す
フローチャートである。
フローチャートである。
図15および16は、図7Aに示されるものの代替的なディ
レクトリエントリの概略図である。
レクトリエントリの概略図である。
この発明を実行するためのベストモード 図１を参照すると、ブロックデバイスドライバ割込ル
ーチンは、所期設定、媒体検査、BIOSパラメータブロッ
クの構築、取外し可能な媒体、入力および出力の６つの
一般的機能の１つを行ない、オペレーティングシステム
の核へ制御を復帰させる。デバイスドライバは、コンピ
ュータオペレーティングシステムに要求されるような、
記憶媒体とコンピュータメモリとの間の、逆もまた同様
である、情報転送処理である。一般的に特定の装置のド
ライバはまずオペレーティングシステムによって使用可
能なドライバの連鎖および識別される特定の装置の特性
から呼び出される。たとえば、プリンタは、データがバ
イト毎に直列態様で転送されることを要求するキャラク
タ型装置であるのに対し、ディスクドライバはその中で
データがバイトの集合で転送されるブロック型装置であ
る。この発明のブロック型ドライバ方法に関するもので
ある。次に、戦略ルーチンは要求された動作が装置によ
って実行されるのを待機させ、データ転送が他のコンピ
ュータ動作を遅らせないようにする。最後に図１に示さ
れる割込ルーチンが要求された動作を実行する。
ーチンは、所期設定、媒体検査、BIOSパラメータブロッ
クの構築、取外し可能な媒体、入力および出力の６つの
一般的機能の１つを行ない、オペレーティングシステム
の核へ制御を復帰させる。デバイスドライバは、コンピ
ュータオペレーティングシステムに要求されるような、
記憶媒体とコンピュータメモリとの間の、逆もまた同様
である、情報転送処理である。一般的に特定の装置のド
ライバはまずオペレーティングシステムによって使用可
能なドライバの連鎖および識別される特定の装置の特性
から呼び出される。たとえば、プリンタは、データがバ
イト毎に直列態様で転送されることを要求するキャラク
タ型装置であるのに対し、ディスクドライバはその中で
データがバイトの集合で転送されるブロック型装置であ
る。この発明のブロック型ドライバ方法に関するもので
ある。次に、戦略ルーチンは要求された動作が装置によ
って実行されるのを待機させ、データ転送が他のコンピ
ュータ動作を遅らせないようにする。最後に図１に示さ
れる割込ルーチンが要求された動作を実行する。
割込ルーチンが実行する動作は、その中でハイドウェ
ア装置の存在および機能が検査され、かつディスクドラ
イブヘッドをトラック０へ移動するようないかなる必要
な初期設定も実行される初期設定と、その中で片面から
両面、または８セクタから９セクタディスクへの変化の
ようなアクセスに影響を与える媒体のいかなる変化も報
告される媒体検査と、媒体の変化が報告されるときには
いつでも行なわれる媒体記述子コードによるBIOSパラメ
ータブロックの構築と、媒体がその駆動から取外し可能
であるか否かの報告と、入力および出力とを含む。所望
されるなら、他の機能が付加されてもよい。
ア装置の存在および機能が検査され、かつディスクドラ
イブヘッドをトラック０へ移動するようないかなる必要
な初期設定も実行される初期設定と、その中で片面から
両面、または８セクタから９セクタディスクへの変化の
ようなアクセスに影響を与える媒体のいかなる変化も報
告される媒体検査と、媒体の変化が報告されるときには
いつでも行なわれる媒体記述子コードによるBIOSパラメ
ータブロックの構築と、媒体がその駆動から取外し可能
であるか否かの報告と、入力および出力とを含む。所望
されるなら、他の機能が付加されてもよい。
以下の開示は、マイクロソフト コーポレーション
（Microsoft Corporation）によって提供されるMS−DO
Sオペレーティングシステムと、この出願の譲受人であ
るドレクスラー・テクノロジー・コーポレーション（Dr
exler Technology Corporation）によって「レーザカ
ード（LaserCard）」の商品名で販売されるカードフォ
ーマットのレーザ記録可能な光学媒体とを参照して行な
われる。しかし、この発明の方法は、カード、ディス
ク、テープおよびドラムフォーマットなどにおいて、消
去不可能な磁気媒体および他の型の光学媒体のような他
の型のライト・ワンス媒体と共同してユニックス（Uni
x）またはマッキントッシュ（Macintosh）オペレーティ
ングシステムのような他のオペレーティングシステムに
も応用可能であることが当業者には認識されるであろ
う。MS−DOSおよび他のオペレーティングシステムが消
去可能な媒体との間を往復するファイル転送を処理する
方法の明瞭な理解は、この発明およびライト・ワンス媒
体に関するファイル転送の方法の理解に重要であるた
め、消去可能な媒体のための現在のファイル転送方法が
まず簡単に説明される。したがって、MS−DOSオペレー
ティングシステムおよび据え付け可能なデバイスドライ
バの付加的情報は、「IBM−PC技術マニュアル（IBM−PC
Technical Manual）」、「MS−DOS百科辞典（The M
S−DOS Encyclopedia）」、および「マイクロソフトMS
−DOSオペレーティングシステムプログラマーの参照（M
icrosoft MS−DOS Operation System Programmer
s′ reference）」の当業者に周知の３冊の出版物にお
いて得られてもよい。この発明に関する限り、入力およ
び出力を含むステップ、すなわち消去不可能な媒体上の
情報の読出および書込のみが、消去可能な媒体で使用さ
れるステップと異なる。
（Microsoft Corporation）によって提供されるMS−DO
Sオペレーティングシステムと、この出願の譲受人であ
るドレクスラー・テクノロジー・コーポレーション（Dr
exler Technology Corporation）によって「レーザカ
ード（LaserCard）」の商品名で販売されるカードフォ
ーマットのレーザ記録可能な光学媒体とを参照して行な
われる。しかし、この発明の方法は、カード、ディス
ク、テープおよびドラムフォーマットなどにおいて、消
去不可能な磁気媒体および他の型の光学媒体のような他
の型のライト・ワンス媒体と共同してユニックス（Uni
x）またはマッキントッシュ（Macintosh）オペレーティ
ングシステムのような他のオペレーティングシステムに
も応用可能であることが当業者には認識されるであろ
う。MS−DOSおよび他のオペレーティングシステムが消
去可能な媒体との間を往復するファイル転送を処理する
方法の明瞭な理解は、この発明およびライト・ワンス媒
体に関するファイル転送の方法の理解に重要であるた
め、消去可能な媒体のための現在のファイル転送方法が
まず簡単に説明される。したがって、MS−DOSオペレー
ティングシステムおよび据え付け可能なデバイスドライ
バの付加的情報は、「IBM−PC技術マニュアル（IBM−PC
Technical Manual）」、「MS−DOS百科辞典（The M
S−DOS Encyclopedia）」、および「マイクロソフトMS
−DOSオペレーティングシステムプログラマーの参照（M
icrosoft MS−DOS Operation System Programmer
s′ reference）」の当業者に周知の３冊の出版物にお
いて得られてもよい。この発明に関する限り、入力およ
び出力を含むステップ、すなわち消去不可能な媒体上の
情報の読出および書込のみが、消去可能な媒体で使用さ
れるステップと異なる。
図2Aを参照すると、消去可能な磁気媒体上に記録され
るファイルの入力はこのオペレーティングシステムによ
って要求される開始セクタ番号をアクセスすることによ
って開始する（ステップ11）。以下に説明されるであろ
うように、このファイルディレクトリおよびファイル割
当テーブルは、データファイルの開始セクタ番号がファ
イルディレクトリ内で特定される一方、オペレーティン
グシステムに既知である媒体の特定のセクタ上に記憶さ
れる。セクタ番号をアクセスするとき、媒体ドライブの
読出ヘッドは開始セクタ番号のロケーションへ物理的に
移動される。次に、セクタの適当な番号が読出される
（ステップ13）。これらのセクタに記憶される情報はオ
ペレーティングシステムによって特定される転送アドレ
スと呼ばれるアドレスでコンピュータメモリに転送され
る。エラーは検出され（ステップ15）、うまく転送され
たワードの数が報告される（ステップ17）。コマンドは
オペレーティングシステムの核に復帰する（ステップ1
9）。
るファイルの入力はこのオペレーティングシステムによ
って要求される開始セクタ番号をアクセスすることによ
って開始する（ステップ11）。以下に説明されるであろ
うように、このファイルディレクトリおよびファイル割
当テーブルは、データファイルの開始セクタ番号がファ
イルディレクトリ内で特定される一方、オペレーティン
グシステムに既知である媒体の特定のセクタ上に記憶さ
れる。セクタ番号をアクセスするとき、媒体ドライブの
読出ヘッドは開始セクタ番号のロケーションへ物理的に
移動される。次に、セクタの適当な番号が読出される
（ステップ13）。これらのセクタに記憶される情報はオ
ペレーティングシステムによって特定される転送アドレ
スと呼ばれるアドレスでコンピュータメモリに転送され
る。エラーは検出され（ステップ15）、うまく転送され
たワードの数が報告される（ステップ17）。コマンドは
オペレーティングシステムの核に復帰する（ステップ1
9）。
図2Bを参照すると、消去可能な磁気媒体へのファイル
の出力が同じように進行する。開始セクタ番号は書込に
使用可能な媒体のセクタロケーションへ書込ヘッドを物
理的に移動させることによってアクセスされる（ステッ
プ21）。セクタの適当な番号が書込まれ（ステップ2
3）、ファイル情報がコンピュータメモリ内の転送アド
レスから媒体の利用可能なセクタへ転送される。エラー
はチェックされ（ステップ25）、うまく転送されたワー
ドの数が報告される（ステップ27）。コマンドはオペレ
ーティングシステムの核へ転送される（ステップ29）。
コピーのような典型的オペレーティングシステムコマン
ドが同一セクタへの多数の読出および書込を含んでもよ
いことが注目される。特に、ファイルディレクトリおよ
びファイル割当テーブルは、コマンドが完了する前に数
回更新されてもよい。磁気媒体が消去可能であることに
よって、これらの多数の出力は記憶容量の損失を受けず
に許容される。
の出力が同じように進行する。開始セクタ番号は書込に
使用可能な媒体のセクタロケーションへ書込ヘッドを物
理的に移動させることによってアクセスされる（ステッ
プ21）。セクタの適当な番号が書込まれ（ステップ2
3）、ファイル情報がコンピュータメモリ内の転送アド
レスから媒体の利用可能なセクタへ転送される。エラー
はチェックされ（ステップ25）、うまく転送されたワー
ドの数が報告される（ステップ27）。コマンドはオペレ
ーティングシステムの核へ転送される（ステップ29）。
コピーのような典型的オペレーティングシステムコマン
ドが同一セクタへの多数の読出および書込を含んでもよ
いことが注目される。特に、ファイルディレクトリおよ
びファイル割当テーブルは、コマンドが完了する前に数
回更新されてもよい。磁気媒体が消去可能であることに
よって、これらの多数の出力は記憶容量の損失を受けず
に許容される。
図3Aを参照すると、消去不可能な磁気媒体の型である
CD−ROMの先行技術の１つのファイル転送方法は、オペ
レーティングシステムセクタ番号の媒体セクタ番号への
マッピングを使用して、媒体の異なるロケーションへの
ファイルの再書込を処理する。ファイル入力のためのス
テップは、セクタ番号のアクセスステップ31を除いて磁
気媒体のためのものと同じである。ここではまず、セク
タのいずれかが再割当されているかに関する決定が行な
われる。もしされていなければ、この処理は磁気媒体に
関するものと同じである。もし、たとえばファイルの更
新によるような再割当が行なわれていると、媒体の消去
可能性を想定するオペレーティングシステムセクタ番号
と現在割当られる媒体セクタ番号との間に、関係が確立
される。このマッピングは読出ヘッドを媒体の正しいセ
クタへ移動させるように使用され、それによって更新さ
れたセクタの読出が可能になる。
CD−ROMの先行技術の１つのファイル転送方法は、オペ
レーティングシステムセクタ番号の媒体セクタ番号への
マッピングを使用して、媒体の異なるロケーションへの
ファイルの再書込を処理する。ファイル入力のためのス
テップは、セクタ番号のアクセスステップ31を除いて磁
気媒体のためのものと同じである。ここではまず、セク
タのいずれかが再割当されているかに関する決定が行な
われる。もしされていなければ、この処理は磁気媒体に
関するものと同じである。もし、たとえばファイルの更
新によるような再割当が行なわれていると、媒体の消去
可能性を想定するオペレーティングシステムセクタ番号
と現在割当られる媒体セクタ番号との間に、関係が確立
される。このマッピングは読出ヘッドを媒体の正しいセ
クタへ移動させるように使用され、それによって更新さ
れたセクタの読出が可能になる。
図3Bを参照すると、CD−ROMへのファイルの出力は、
ステップ33に示される書込のための媒体の第１の使用可
能なセクタへ書込みヘッドを置き、かつ移動させること
によって開始する。簡単に言えば、オペレーティングシ
ステムによって要求されるセクタがすでに使用されてい
るか否かが決定される。もし使用されていなければ、書
込は磁気媒体の場合と同様に進行する。もしセクタがす
でに使用されていれば、そのセクタは媒体上の新しいロ
ケーションへマップされる（ステップ35）。もし書込ま
れるべきファイルがファイル割当テーブルおよびディレ
クトリであれば（ステップ37）、まずこれが更新である
かどうかを決定し（ステップ39）、もしそうであればこ
のファイル割当テーブルおよびディレクトリは媒体上の
新しいロケーションに書込まれる。典型的には、ファイ
ル割当テーブル全体が、変化が起こる度に再書込みされ
る。
ステップ33に示される書込のための媒体の第１の使用可
能なセクタへ書込みヘッドを置き、かつ移動させること
によって開始する。簡単に言えば、オペレーティングシ
ステムによって要求されるセクタがすでに使用されてい
るか否かが決定される。もし使用されていなければ、書
込は磁気媒体の場合と同様に進行する。もしセクタがす
でに使用されていれば、そのセクタは媒体上の新しいロ
ケーションへマップされる（ステップ35）。もし書込ま
れるべきファイルがファイル割当テーブルおよびディレ
クトリであれば（ステップ37）、まずこれが更新である
かどうかを決定し（ステップ39）、もしそうであればこ
のファイル割当テーブルおよびディレクトリは媒体上の
新しいロケーションに書込まれる。典型的には、ファイ
ル割当テーブル全体が、変化が起こる度に再書込みされ
る。
図４を参照すると、消去可能な磁気媒体上、およびコ
ンピュータメモリ内の両方に記憶される情報のための、
マイクロソフト コーポレーションによって提供される
MS−DOSオペレーティングシステムの典型的なファイル
割当構造は、各々512バイトを典型的に保持する複数の
セクタを含む。セクタ０はブート命令のために確保され
る。各々長さ２セクタの２部のファイル割当テーブル
（FAT）はセクタ１ないし４に割当てられる。64の32バ
イトエントリを保持することができるディレクトリはセ
クタ５ないし８に割当てられる。この媒体の残りのセク
タは他のすべてのファイルすなわちデータファイルを記
憶するためのものである。
ンピュータメモリ内の両方に記憶される情報のための、
マイクロソフト コーポレーションによって提供される
MS−DOSオペレーティングシステムの典型的なファイル
割当構造は、各々512バイトを典型的に保持する複数の
セクタを含む。セクタ０はブート命令のために確保され
る。各々長さ２セクタの２部のファイル割当テーブル
（FAT）はセクタ１ないし４に割当てられる。64の32バ
イトエントリを保持することができるディレクトリはセ
クタ５ないし８に割当てられる。この媒体の残りのセク
タは他のすべてのファイルすなわちデータファイルを記
憶するためのものである。
図5Bに示されるように、ディレクトリエントリは、フ
ァイルを識別し、それによってコンピュータオペレーテ
ィングシステムによって呼び出されることができる８バ
イトのファイル名および３バイトのファイル名拡張を含
む。ファイル属性バイトＢはファイル名拡張に続き、こ
のファイルがリードオンリ ファイル、ヒドン ファイ
ル、システム ファイル、ボリュームラベルなどのいず
れであるかを示し、各型のファイルは典型的に異なって
処理されるため、メモリ内に異なる優先順位を有する。
これらの属性は適当なシステムコマンドを呼び出すこと
によって所望のように変化されることができる。バイト
Ｃないし15は確保される。４バイトはファイルが作り出
されたかまたは最終更新された時間および日付に割当ら
れる。バイト1Aおよび1Bはファイルデータ領域内のファ
イルの開始集合番号を記憶し、４バイト1Cないし1Fはバ
イト内のファイルの大きさを示す。
ァイルを識別し、それによってコンピュータオペレーテ
ィングシステムによって呼び出されることができる８バ
イトのファイル名および３バイトのファイル名拡張を含
む。ファイル属性バイトＢはファイル名拡張に続き、こ
のファイルがリードオンリ ファイル、ヒドン ファイ
ル、システム ファイル、ボリュームラベルなどのいず
れであるかを示し、各型のファイルは典型的に異なって
処理されるため、メモリ内に異なる優先順位を有する。
これらの属性は適当なシステムコマンドを呼び出すこと
によって所望のように変化されることができる。バイト
Ｃないし15は確保される。４バイトはファイルが作り出
されたかまたは最終更新された時間および日付に割当ら
れる。バイト1Aおよび1Bはファイルデータ領域内のファ
イルの開始集合番号を記憶し、４バイト1Cないし1Fはバ
イト内のファイルの大きさを示す。
ディレクトリおよびファイル割当テーブルを使用し
て、媒体上のいかなるファイルも置かれることができ
る。まずディレクトリ内にファイル名を置いて、そのエ
ントリのバイト1Aおよび1B内の開始集合が識別される。
図5Aに部分的に示されるファイル割当テーブルは同一フ
ァイルの次の集合へのポインタ41を含む。終点ポインタ
43は指定FFによって示される。したがって、もし図5Bの
エントリ内の開始集合が集合1Eであれば、図5Aのファイ
ル割当テーブルを参照して、45バイト（各FATエントリ
は1 1/2バイトの長さである）が集合1Eに進む。ポイン
タ45は終点ポインタが識別されるまで、集合1Fを指す集
合1Eに置かれ、集合1Fは集合20を指す、などである。も
しその集合の大きさが１セクタに等しければ、所望され
るファイルはセクタ1Eないし22、A4になどに置かれるで
あろう。
て、媒体上のいかなるファイルも置かれることができ
る。まずディレクトリ内にファイル名を置いて、そのエ
ントリのバイト1Aおよび1B内の開始集合が識別される。
図5Aに部分的に示されるファイル割当テーブルは同一フ
ァイルの次の集合へのポインタ41を含む。終点ポインタ
43は指定FFによって示される。したがって、もし図5Bの
エントリ内の開始集合が集合1Eであれば、図5Aのファイ
ル割当テーブルを参照して、45バイト（各FATエントリ
は1 1/2バイトの長さである）が集合1Eに進む。ポイン
タ45は終点ポインタが識別されるまで、集合1Fを指す集
合1Eに置かれ、集合1Fは集合20を指す、などである。も
しその集合の大きさが１セクタに等しければ、所望され
るファイルはセクタ1Eないし22、A4になどに置かれるで
あろう。
図６ないし８を参照すると、この発明は（媒体の消去
可能性を想定する）オペレーティングシステムおよび消
去不可能な媒体との間の仲介物として動作するキャッシ
ュメモリを導入する。このキャッシュメモリはオペレー
ティングシステムディスク割当領域および媒体ディレク
トリ領域を含む。このオペレーティングシステムはキャ
ッシュディスク割当領域を消去可能な媒体上に書込んで
いるかのように書込む。キャッシュディスク割当領域に
あらゆる変化が行なわれているとき、すなわちオペレー
ティングシステムコマンドが完了されるとき、キャッシ
ュのディスク割当構造は、キャッシュの媒体ディレクト
リ領域内に媒体のディレクトリを構築するように使用さ
れる。変化した情報はその媒体に書込まれる。
可能性を想定する）オペレーティングシステムおよび消
去不可能な媒体との間の仲介物として動作するキャッシ
ュメモリを導入する。このキャッシュメモリはオペレー
ティングシステムディスク割当領域および媒体ディレク
トリ領域を含む。このオペレーティングシステムはキャ
ッシュディスク割当領域を消去可能な媒体上に書込んで
いるかのように書込む。キャッシュディスク割当領域に
あらゆる変化が行なわれているとき、すなわちオペレー
ティングシステムコマンドが完了されるとき、キャッシ
ュのディスク割当構造は、キャッシュの媒体ディレクト
リ領域内に媒体のディレクトリを構築するように使用さ
れる。変化した情報はその媒体に書込まれる。
図６に示されるキャッシュディスク割当領域は確保さ
れたセクタ０、セクタ１ないし６内の１個のファイル割
当テーブル、セクタ７ないしＡ内のディレクトリ、およ
びセクタＢないし7FF内のファイルデータ領域を含む。
この領域の長さは、１メガバイト記憶容量をする媒体に
対応する2048セクタである。一度情報が記録されるとこ
の消去不可能な媒体は信頼できるとみなされるため、１
つのFATのみが必要とされる。ディレクトリの大きさ
は、各々32バイトの長さで合計64ディレクトリエントリ
に空間を割当て、かつセクタごとに512バイトをフォー
マット化することによって決定される。FATの大きさ
は、セクタ個数（2048）−１個の確保されたセクタおよ
び４個のディレクトリセクタ×FATのポインタごとの1 1
/2バイトによって、かつ各セクタごとに512バイトとる
ことによって決定される。FATは図４および5Aを参照す
る前述と同じ方法で構成される。
れたセクタ０、セクタ１ないし６内の１個のファイル割
当テーブル、セクタ７ないしＡ内のディレクトリ、およ
びセクタＢないし7FF内のファイルデータ領域を含む。
この領域の長さは、１メガバイト記憶容量をする媒体に
対応する2048セクタである。一度情報が記録されるとこ
の消去不可能な媒体は信頼できるとみなされるため、１
つのFATのみが必要とされる。ディレクトリの大きさ
は、各々32バイトの長さで合計64ディレクトリエントリ
に空間を割当て、かつセクタごとに512バイトをフォー
マット化することによって決定される。FATの大きさ
は、セクタ個数（2048）−１個の確保されたセクタおよ
び４個のディレクトリセクタ×FATのポインタごとの1 1
/2バイトによって、かつ各セクタごとに512バイトとる
ことによって決定される。FATは図４および5Aを参照す
る前述と同じ方法で構成される。
図７に示されるキャッシュの媒体ディレクトリ領域は
64ディレクトリエントリの各々に１セクタを割当てる。
図７の残りのセクタは、図６の2037ファイルデータ領域
セクタに対応する。このフォーマットは、もしこの応用
が必要とすれば、むろん異なるように構成されてもよ
い。図7Aに示される各ディレクトリエントリの長さは51
2バイトで、第１の32バイトは図5Bにおいて上に開示さ
れるフォーマットに従って、図６のオペレーティングシ
ステムディレクトリエントリから複写される。この属性
バイトＢは典型的にはリードオンリに設定される。残り
のディレクトリエントリはファイルデータ領域の悪い集
合番号47を退避させるように使用される。悪い集合ファ
イルの終点は指定FFFFによって示される。ライト・ワン
ス媒体の特性のために、すべての書込は連続する。ディ
レクトリエントリ内の悪い集合（または消去された集
合）のみを退避させることによって、キャッシュのオペ
レーティングシステムファイル割当構造は、ちょうど標
準的ディレクトリエントリおよび悪い集合リストから作
りなおされることができる。
64ディレクトリエントリの各々に１セクタを割当てる。
図７の残りのセクタは、図６の2037ファイルデータ領域
セクタに対応する。このフォーマットは、もしこの応用
が必要とすれば、むろん異なるように構成されてもよ
い。図7Aに示される各ディレクトリエントリの長さは51
2バイトで、第１の32バイトは図5Bにおいて上に開示さ
れるフォーマットに従って、図６のオペレーティングシ
ステムディレクトリエントリから複写される。この属性
バイトＢは典型的にはリードオンリに設定される。残り
のディレクトリエントリはファイルデータ領域の悪い集
合番号47を退避させるように使用される。悪い集合ファ
イルの終点は指定FFFFによって示される。ライト・ワン
ス媒体の特性のために、すべての書込は連続する。ディ
レクトリエントリ内の悪い集合（または消去された集
合）のみを退避させることによって、キャッシュのオペ
レーティングシステムファイル割当構造は、ちょうど標
準的ディレクトリエントリおよび悪い集合リストから作
りなおされることができる。
カードフォーマットのライト・ワンス媒体49は図８に
示される。ディスク、テープまたはドラムのような他の
フォーマットが使用されてもよい。使用されてもよい１
つのカードは、米国特許番号4544835号に説明される、
レーザ記憶可能なダイレクト・リード・アフタ・ライト
光学記憶材料のストリップ53がその上に配設される札入
れ大のカードベース51を含む光学データカードである。
データは背景領域と対照を成す顕微鏡的大きさのスポッ
トの形式である。このスポットはストリップ53上の並列
トラック55に整列され、トラックはキャッシュの媒体デ
ィレクトリ領域に正確に対応する各々512バイトの「セ
クタ」に分割されてもよい。
示される。ディスク、テープまたはドラムのような他の
フォーマットが使用されてもよい。使用されてもよい１
つのカードは、米国特許番号4544835号に説明される、
レーザ記憶可能なダイレクト・リード・アフタ・ライト
光学記憶材料のストリップ53がその上に配設される札入
れ大のカードベース51を含む光学データカードである。
データは背景領域と対照を成す顕微鏡的大きさのスポッ
トの形式である。このスポットはストリップ53上の並列
トラック55に整列され、トラックはキャッシュの媒体デ
ィレクトリ領域に正確に対応する各々512バイトの「セ
クタ」に分割されてもよい。
図９を参照すると、この発明の方法は、入力および出
力動作以外は消去可能な媒体に関するのと同じ態様で図
１に示される６つの動作の各々を実行する。入力動作
は、動作要求がFATおよびディレクトリのためか、また
はデータファイルのためかを決定することによって開始
する（ステップ61）。もしこの要求がFATおよびディレ
クトリのためであれば、図８のカード上のディレクトリ
は図７のキャッシュの媒体ディレクトリ領域に読出され
（ステップ63）、図６のキャッシュのシステムファイル
割当て領域がキャッシュの媒体ディレクトリ領域の情報
から構築される（ステップ65）。この処理は図10を参照
して以下に極めて詳細に説明される。もしこの要求がデ
ータファイルのためであれば、適当な集合がカードから
キャッシュに読出され、データはコンピュータメモリの
転送アドレスに送られることができるチェーンにディレ
クトリポインタによってリンクされる（ステップ67）。
この処理は図11を参照して以下に極めて詳細に説明され
る。うまく転送された集合の数を示す状態ワードが報告
され（ステップ69）、制御がオペレーティングシステム
の核に復帰される。
力動作以外は消去可能な媒体に関するのと同じ態様で図
１に示される６つの動作の各々を実行する。入力動作
は、動作要求がFATおよびディレクトリのためか、また
はデータファイルのためかを決定することによって開始
する（ステップ61）。もしこの要求がFATおよびディレ
クトリのためであれば、図８のカード上のディレクトリ
は図７のキャッシュの媒体ディレクトリ領域に読出され
（ステップ63）、図６のキャッシュのシステムファイル
割当て領域がキャッシュの媒体ディレクトリ領域の情報
から構築される（ステップ65）。この処理は図10を参照
して以下に極めて詳細に説明される。もしこの要求がデ
ータファイルのためであれば、適当な集合がカードから
キャッシュに読出され、データはコンピュータメモリの
転送アドレスに送られることができるチェーンにディレ
クトリポインタによってリンクされる（ステップ67）。
この処理は図11を参照して以下に極めて詳細に説明され
る。うまく転送された集合の数を示す状態ワードが報告
され（ステップ69）、制御がオペレーティングシステム
の核に復帰される。
図10を参照すると、オペレーティングシステムが、FA
Tおよびディレクトリが媒体から読出されることを要求
するとき、（エラーおよび状態のような）フラグが初期
設定され（ステップ71）、同一のカードがドライブ内に
あるかどうかを検査する（ステップ73）。もしこのカー
ドが変化されていたら、エラーフラグがセットされ（ス
テップ75）、制御はオペレーティングシステムに復帰さ
れる。もし同一のカードがドライブ内にあれば、そのカ
ードのFATおよびディレクトリがすでにキャッシュのシ
ステムファイル割当領域にロードされているかどうか検
査される（ステッ77）。もしその場合であれば、別のデ
ィレクトリの読出は要求されない。もしFATおよびディ
レクトリがまだロードされていなければ、ディレクトリ
はカードからキャッシュ媒体ディレクトリ領域に１集合
を一度に読出され（ステップ79）、システムファイル割
当領域がディレクトリ情報からキャッシュ内に構築され
る（ステップ81）。すべての集合が読出されていると、
キャッシュファイルは閉鎖され、フラッグがセットされ
る（ステップ83）。カードの読出が要求されようがされ
まいが、キャッシュシステムファイル割当領域内のFAT
およびディレクトリはコンピュータメモリの転送アドレ
スへ転送される（ステップ85）。
Tおよびディレクトリが媒体から読出されることを要求
するとき、（エラーおよび状態のような）フラグが初期
設定され（ステップ71）、同一のカードがドライブ内に
あるかどうかを検査する（ステップ73）。もしこのカー
ドが変化されていたら、エラーフラグがセットされ（ス
テップ75）、制御はオペレーティングシステムに復帰さ
れる。もし同一のカードがドライブ内にあれば、そのカ
ードのFATおよびディレクトリがすでにキャッシュのシ
ステムファイル割当領域にロードされているかどうか検
査される（ステッ77）。もしその場合であれば、別のデ
ィレクトリの読出は要求されない。もしFATおよびディ
レクトリがまだロードされていなければ、ディレクトリ
はカードからキャッシュ媒体ディレクトリ領域に１集合
を一度に読出され（ステップ79）、システムファイル割
当領域がディレクトリ情報からキャッシュ内に構築され
る（ステップ81）。すべての集合が読出されていると、
キャッシュファイルは閉鎖され、フラッグがセットされ
る（ステップ83）。カードの読出が要求されようがされ
まいが、キャッシュシステムファイル割当領域内のFAT
およびディレクトリはコンピュータメモリの転送アドレ
スへ転送される（ステップ85）。
図11を参照すると、オペレーティングシステムが読出
されるべきデータファイルを要求するとき、フラグおよ
びレジスタは初期設定され（ステップ91）、同一カード
がドライブ内にあるかどうかを検査する（ステップ9
3）。もし異なるカードがドライブ内にあれば、エラー
フラグがセットされ（ステップ95）、制御がオペレーテ
ィングシステムに復帰される。もし同一カードがドライ
ブ内にあれば、キャッシュの媒体ディレクトリ領域の情
報に基づいて、そのファイルに対応する集合が、すべて
の集合が読出されるまで、キャッシュ内に一度に１つ、
順に読出される（ステップ97）。読出される必要がある
集合の数は、ディレクトリエントリのバイト1Cないし1F
のファイルの大きさの情報をから決定される。ヘッド位
置をいかに増加させるかは集合がキャッシュ上に記憶さ
れる媒体ディレクトリエントリ内に悪いのものとしてリ
ストされるか否かに基づく。読出すべき集合がもはやな
ければ、うまく転送された集合の数を示す状態ワードが
設定され（ステップ99）、制御が図９のルーチンの残り
に戻される。
されるべきデータファイルを要求するとき、フラグおよ
びレジスタは初期設定され（ステップ91）、同一カード
がドライブ内にあるかどうかを検査する（ステップ9
3）。もし異なるカードがドライブ内にあれば、エラー
フラグがセットされ（ステップ95）、制御がオペレーテ
ィングシステムに復帰される。もし同一カードがドライ
ブ内にあれば、キャッシュの媒体ディレクトリ領域の情
報に基づいて、そのファイルに対応する集合が、すべて
の集合が読出されるまで、キャッシュ内に一度に１つ、
順に読出される（ステップ97）。読出される必要がある
集合の数は、ディレクトリエントリのバイト1Cないし1F
のファイルの大きさの情報をから決定される。ヘッド位
置をいかに増加させるかは集合がキャッシュ上に記憶さ
れる媒体ディレクトリエントリ内に悪いのものとしてリ
ストされるか否かに基づく。読出すべき集合がもはやな
ければ、うまく転送された集合の数を示す状態ワードが
設定され（ステップ99）、制御が図９のルーチンの残り
に戻される。
図12を参照すると、この発明の出力動作は、書込要求
がFATおよびディレクトリ、またはデータファイルのい
ずれに関連するかを決定することによって開始される
（ステップ101）。もしオペレーティングシステム要求
がFATおよびディレクトリを書込むことであれば、カー
ドディレクトリはまずキャッシュ媒体ディレクトリ領域
にキャッシュのシステムファイル割当構造から構築され
る（ステップ103）。キャッシュディレクトリが完了し
てはじめて、カードディレクトリはカード上に書込まれ
る（ステップ105）。この処理は図13を参照して以下に
極めて詳細に説明される。もしオペレーティングシステ
ムがデータファイルがカード上に書込まれることを要求
すれば、ファイルは転送レスドレスからキャッシュに転
送される。リンクされたデータはカード上の使用可能な
集合に書込まれる（ステップ107）。１つの好ましい方
法はカード上にすでに記憶されているものから変化した
データ集合のみを書き込むことである。これは図14を参
照して以下に極めて詳細に説明される。適当な情報が転
送されているとき、うまく転送された集合の数を示す状
態ワードが設定され（ステップ109）、制御はオペレー
ティングシステムに戻される。
がFATおよびディレクトリ、またはデータファイルのい
ずれに関連するかを決定することによって開始される
（ステップ101）。もしオペレーティングシステム要求
がFATおよびディレクトリを書込むことであれば、カー
ドディレクトリはまずキャッシュ媒体ディレクトリ領域
にキャッシュのシステムファイル割当構造から構築され
る（ステップ103）。キャッシュディレクトリが完了し
てはじめて、カードディレクトリはカード上に書込まれ
る（ステップ105）。この処理は図13を参照して以下に
極めて詳細に説明される。もしオペレーティングシステ
ムがデータファイルがカード上に書込まれることを要求
すれば、ファイルは転送レスドレスからキャッシュに転
送される。リンクされたデータはカード上の使用可能な
集合に書込まれる（ステップ107）。１つの好ましい方
法はカード上にすでに記憶されているものから変化した
データ集合のみを書き込むことである。これは図14を参
照して以下に極めて詳細に説明される。適当な情報が転
送されているとき、うまく転送された集合の数を示す状
態ワードが設定され（ステップ109）、制御はオペレー
ティングシステムに戻される。
図13を参照すると、オペレーティングシステムが、FA
Tおよびディレクトリがカードに書込まれることを要求
するとき、現在のFATおよびディレクトリはコンピュー
タメモリ内の転送アドレスからキャッシュのシステムフ
ァイル割当領域へ転送される（ステップ111）。フラグ
およびレジスタは初期設定され（ステップ113）、同一
のカードがドライブ内にあるかどうかを検査される（ス
テップ115）。もしなければ、エラーフラグがセットさ
れ（ステップ117）、制御はオペレーティングシステム
に復帰する。もし同一のカードがドライブ内にあれば、
FAT全体およびディレクトリ全体がキャッシュにロード
されるかを検出される（ステップ119および121）。もし
そうでなければ、制御はオペレーティングシステムに復
帰され、FATおよびディレクトリのさらなるロードを待
機する。通常ディレクトリはキャッシュに３回連続して
転送される。図5Bにおけるバイト０ないし15から成る連
続が第１回目に転送される。バイト０ないし1Cから成る
連続が第２回目に転送される。本来の連続が。再度転送
されることに注目されたい。最後はバイト０ないし1Fか
ら成る連続が転送される。この点でディレクトリは完全
にロードされる。FATおよびディレクトの両方がキャッ
シュ内にロードされるとき、オペレーティングシステム
のセクタ番号（図６）はカードセクタ番号（図７）にマ
ップされ（ステップ123）、キャッシュの媒体ディレク
トリ領域はキャッシュシステムのファイル割当構造内の
FAT、ディレクトリおよび属性情報から構築される（ス
テップ125）。もしオペレーティングシステムコマンド
がまだ完了していなければ、付加的なFATおよびディレ
クトリの更新がおそらく起こり、処理は書込処理の始め
に戻る。FATおよびディレクトリの書込がオペレーティ
ングシステムによってもはや要求されないとき、ファイ
ルは閉鎖され、フラグがセットされ（ステップ127）、
キャッシュ内のカードの指示が図12に示されるようにカ
ードに書込まれる（ステップ105） 図14を参照すると、オペレーティングシステムが、デ
ータファイルがカードに書込まれることを要求すると
き、フラグおよびレジスタが再度初期設定され（ステッ
プ131）、同一カードがドライブ内にあるかを検査する
（ステップ133）。もしなければ、エラーフラグがセッ
トされ（ステップ135）、制御はオペレーティングシス
テムに戻る。もし同一カードがドライブ内にあれば、デ
ータは転送アドレスからキャッシュへ転送される。オペ
レーティングシステムのセクタ番号（図６）はカードセ
クタ番号（図７）へマップされ（ステップ137）、すで
にカード上にあるデータとの比較が行なわれる（ステッ
プ139）。もしそのファイルが新しいファイルであれ
ば、すべてのデータが新しいものであり、転送が完了す
るまで集合によってカード集合へ書込まれる（ステップ
141）。もしそのファイルが古ければ、データがその中
で変化される集合はデータファイルにリンクされ（ステ
ップ143）、新しいポインタがファイルの未修正部分と
集合を接続するために作られる（ステップ145）。「古
い」データへのポインタは削除されるように表示される
（ステップ143）。最終ステップは修正されたポイント
およびデータをカード集合へ集合によって書込むことで
ある（ステップ141）。転送が完了するとき、状態フラ
グが転送された集合の数にセットされ（ステップ14
7）、制御はオペレーティングシステムに戻る。
Tおよびディレクトリがカードに書込まれることを要求
するとき、現在のFATおよびディレクトリはコンピュー
タメモリ内の転送アドレスからキャッシュのシステムフ
ァイル割当領域へ転送される（ステップ111）。フラグ
およびレジスタは初期設定され（ステップ113）、同一
のカードがドライブ内にあるかどうかを検査される（ス
テップ115）。もしなければ、エラーフラグがセットさ
れ（ステップ117）、制御はオペレーティングシステム
に復帰する。もし同一のカードがドライブ内にあれば、
FAT全体およびディレクトリ全体がキャッシュにロード
されるかを検出される（ステップ119および121）。もし
そうでなければ、制御はオペレーティングシステムに復
帰され、FATおよびディレクトリのさらなるロードを待
機する。通常ディレクトリはキャッシュに３回連続して
転送される。図5Bにおけるバイト０ないし15から成る連
続が第１回目に転送される。バイト０ないし1Cから成る
連続が第２回目に転送される。本来の連続が。再度転送
されることに注目されたい。最後はバイト０ないし1Fか
ら成る連続が転送される。この点でディレクトリは完全
にロードされる。FATおよびディレクトの両方がキャッ
シュ内にロードされるとき、オペレーティングシステム
のセクタ番号（図６）はカードセクタ番号（図７）にマ
ップされ（ステップ123）、キャッシュの媒体ディレク
トリ領域はキャッシュシステムのファイル割当構造内の
FAT、ディレクトリおよび属性情報から構築される（ス
テップ125）。もしオペレーティングシステムコマンド
がまだ完了していなければ、付加的なFATおよびディレ
クトリの更新がおそらく起こり、処理は書込処理の始め
に戻る。FATおよびディレクトリの書込がオペレーティ
ングシステムによってもはや要求されないとき、ファイ
ルは閉鎖され、フラグがセットされ（ステップ127）、
キャッシュ内のカードの指示が図12に示されるようにカ
ードに書込まれる（ステップ105） 図14を参照すると、オペレーティングシステムが、デ
ータファイルがカードに書込まれることを要求すると
き、フラグおよびレジスタが再度初期設定され（ステッ
プ131）、同一カードがドライブ内にあるかを検査する
（ステップ133）。もしなければ、エラーフラグがセッ
トされ（ステップ135）、制御はオペレーティングシス
テムに戻る。もし同一カードがドライブ内にあれば、デ
ータは転送アドレスからキャッシュへ転送される。オペ
レーティングシステムのセクタ番号（図６）はカードセ
クタ番号（図７）へマップされ（ステップ137）、すで
にカード上にあるデータとの比較が行なわれる（ステッ
プ139）。もしそのファイルが新しいファイルであれ
ば、すべてのデータが新しいものであり、転送が完了す
るまで集合によってカード集合へ書込まれる（ステップ
141）。もしそのファイルが古ければ、データがその中
で変化される集合はデータファイルにリンクされ（ステ
ップ143）、新しいポインタがファイルの未修正部分と
集合を接続するために作られる（ステップ145）。「古
い」データへのポインタは削除されるように表示される
（ステップ143）。最終ステップは修正されたポイント
およびデータをカード集合へ集合によって書込むことで
ある（ステップ141）。転送が完了するとき、状態フラ
グが転送された集合の数にセットされ（ステップ14
7）、制御はオペレーティングシステムに戻る。
図６ないし８を参照すると、ディレクトリエントリの
属性Ｂは典型的に「リードオンリ」に設定されていた。
代替的に、媒体ディレクトリエントリのリードオンリの
制限が取除かれると、ファイルが最後にいつ更新された
かを示す方法がある。図15を参照すると、各カードディ
レクトリエントリはセクタ151a、ｂ、ｃ、・・・、ｚ、
および152に分割される。第１のセクタ151aはオペレー
ティングシステムディレクトリエントリの32バイトのコ
ピーを含み、第２のセクタ151bはファイルが最初に書込
まれたときに識別された16の悪い集合ロケーションまで
を含む。もし16より多く悪い集合が存在していれば、他
のセクタ151cなどが、いかなる領域に16より多く悪い集
合が存在しているときもその応用がカードの使用を制限
しなければ使用されることできる。もしそのファイルが
消去されていれば、最終セクタ151zの次がこの条件にフ
ラグする。もし更新されたファイルが作りだされれば、
レーザカードのディレクトリエントリ内の最終セクタ15
2は更新されたファイルを含む対応するレーザカードデ
ィレクトリエントリ153a、ｂ、ｃ、・・・指示する。こ
のスキームはデータファイル全体をファイルの更新参毎
に新しいロケーションに再び書込む。
属性Ｂは典型的に「リードオンリ」に設定されていた。
代替的に、媒体ディレクトリエントリのリードオンリの
制限が取除かれると、ファイルが最後にいつ更新された
かを示す方法がある。図15を参照すると、各カードディ
レクトリエントリはセクタ151a、ｂ、ｃ、・・・、ｚ、
および152に分割される。第１のセクタ151aはオペレー
ティングシステムディレクトリエントリの32バイトのコ
ピーを含み、第２のセクタ151bはファイルが最初に書込
まれたときに識別された16の悪い集合ロケーションまで
を含む。もし16より多く悪い集合が存在していれば、他
のセクタ151cなどが、いかなる領域に16より多く悪い集
合が存在しているときもその応用がカードの使用を制限
しなければ使用されることできる。もしそのファイルが
消去されていれば、最終セクタ151zの次がこの条件にフ
ラグする。もし更新されたファイルが作りだされれば、
レーザカードのディレクトリエントリ内の最終セクタ15
2は更新されたファイルを含む対応するレーザカードデ
ィレクトリエントリ153a、ｂ、ｃ、・・・指示する。こ
のスキームはデータファイル全体をファイルの更新参毎
に新しいロケーションに再び書込む。
図16に示される別のスキームはポインタでリンクされ
る各データファイルを有するべきである。各データ集合
155は２つのセクタ157および158を添付される。これら
のセクタの第１のもの157は集合155を次のデータ集合15
9にリンクする。これらのセクタの第２のものは、ポイ
ンタ161のように使用され、次のデータ集合163が変化さ
れていれば新しいデータ集合165を指示する。
る各データファイルを有するべきである。各データ集合
155は２つのセクタ157および158を添付される。これら
のセクタの第１のもの157は集合155を次のデータ集合15
9にリンクする。これらのセクタの第２のものは、ポイ
ンタ161のように使用され、次のデータ集合163が変化さ
れていれば新しいデータ集合165を指示する。
これらの多様なディレクトリエントリフォーマットの
いずれも特定の応用に依存して、ドライバに据えつけら
れるときにユーザによって構成されることができる。も
しカード毎に悪い集合が16以下に制限されれば、カード
ディレクトリは４セクタ長より長い必要はなく、それに
よってユーザは各カードトラックごとに１つより多いカ
ードディレクトリエントリを入力することができる（現
在１トラック＝512バイト＝16の32バイトセクタ）。
いずれも特定の応用に依存して、ドライバに据えつけら
れるときにユーザによって構成されることができる。も
しカード毎に悪い集合が16以下に制限されれば、カード
ディレクトリは４セクタ長より長い必要はなく、それに
よってユーザは各カードトラックごとに１つより多いカ
ードディレクトリエントリを入力することができる（現
在１トラック＝512バイト＝16の32バイトセクタ）。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭63−220317（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−116819（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−236489（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/00 G06F 3/06
Claims (9)
- 【請求項１】コンピュータシステムのコンピュータメモ
リと前記コンピュータシステムのライト・ワンス記憶媒
体との間で情報ファイルを転送する方法であって、 前記コンピュータメモリと前記ライト・ワンス記憶媒体
との両方にアクセス可能な１次メモリを前記コンピュー
タシステムに設けるステップを含み、前記１次メモリ
は、ファイル割当に対応する特定された記録領域と消去
可能な媒体用のディレクトリ記録領域とを有するシステ
ムファイル割当領域と、ライト・ワンス記憶媒体用のフ
ァイルディレクトリ記録領域に対応する特定された記録
領域を有する媒体ディレクトリ領域と、データファイル
領域とを含む、前記コンピュータシステムにより割当ら
れる指定されたメモリ領域を有し、さらに、 ファイルディレクトリを前記ライト・ワンス記憶媒体か
ら前記１次メモリの前記媒体ディレクトリ領域に読出す
ステップと、 前記ライト・ワンス記憶媒体から読出された前記ファイ
ルディレクトリを含む前記媒体ディレクトリ領域の特定
された記録領域からの対応する情報の転送により前記１
次メモリの前記システムファイル割当領域の前記記録領
域においてファイル割当テーブルおよびオペレーティン
グシステムディレクトリを形成するステップと、 コンピュータオペレーティングシステムコマンドに従っ
て、前記コンピュータメモリと前記ライト・ワンス記憶
媒体との間で、特定されたデータファイルを転送するス
テップとを含み、データファイルを転送する前記ステッ
プは、前記１次メモリの前記データファイル領域を介し
てのみ行なわれ、さらに、 前記コンピュータオペレーティングシステムコマンドに
従って転送されたデータファイルに対応する、前記シス
テムファイル割当領域の記録領域を更新するステップ
と、 前記システムファイル割当領域の前記更新された記録領
域からの情報を含むように前記第１次メモリの前記媒体
ディレクトリ領域の対応する記録領域に書込むステップ
と、 終了されたオペレーティングシステムコマンドの終わり
で、前記媒体ディレクトリ領域の情報のいかなる変更を
も前記ライト・ワンス記憶媒体に書込むステップとを含
む、方法。 - 【請求項２】コンピュータシステムのライト・ワンス記
憶媒体にストアされた情報ファイルを前記コンピュータ
システムのコンピュータメモリに入力するための方法で
あって、 前記コンピュータメモリと前記ライト・ワンス記憶媒体
との両方にアクセス可能な１次メモリを前記コンピュー
タシステムに設けるステップを含み、前記１次メモリ
は、システムファイル割当領域と媒体ディレクトリ領域
とデータファイル領域とを含む、前記コンピュータシス
テムによって割当られる指定されたメモリ領域を有し、
前記システムファイル割当領域は、ファイル割当テーブ
ルとオペレーティングシステムディレクトリとを形成す
る領域にさらに細分され、さらに、 ファイルディレクトリをライト・ワンス記憶媒体から前
記１次メモリの前記媒体ディレクトリ領域に読出すステ
ップと、 前記媒体ディレクトリ領域の対応する記録領域から前記
１次メモリの前記システムファイル割当領域の記録領域
にファイルディレクトリ情報を転送するステップとを含
み、前記ファイル割当領域は、ファイル割当に対応する
記録領域と、消去可能な媒体用のディレクトリ記録領域
とを有し、さらに、 前記ファイルディレクトリ情報を前記１次メモリの前記
ファイル割当領域の前記記録領域からコンピュータシス
テムメモリアドレスに転送するステップを含む、方法。 - 【請求項３】前記ファイル割当領域内で識別されるデー
タファイルを要求するステップと、 前記１次メモリの前記ファイル割当領域内の前記データ
ファイルのセクタロケーションを前記１次メモリの前記
媒体ディレクトリ領域内の対応するセクタロケーション
にマッピングするステップと、 対応するセクタロケーションの各々を前記ライト・ワン
ス記憶媒体から前記コンピュータシステムメモリアドレ
スに読出すステップとをさらに含む、請求項２に記載の
方法。 - 【請求項４】前記媒体から読出される前記ファイルディ
レクトリは、消去可能な媒体に対応するフォーマットの
情報を含む第１の部分と、悪い集合番号の少なくとも１
つのリストを含む第２の部分とで構成され、ファイルデ
ィレクトリ情報を前記システムファイル割当領域に転送
する前記ステップは、前記第１の部分を前記ファイル割
当領域の前記オペレーティングシステムディレクトリに
コピーするステップと、前記第１の部分に示される開始
集合で始まり、前記第２の部分内のそのような番号の最
終リストに示される前記悪い集合番号をスキップしなが
ら前記ポインタを増分させるポインタテーブルを前記フ
ァイル割当領域の前記ファイル割当テーブルに形成する
ステップとを含む、請求項２に記載の方法。 - 【請求項５】前記媒体から読出される前記ファイルディ
レクトリは、開始集合番号を含む消去可能な媒体に対応
するフォーマットの情報を含む第１の部分と、他のディ
レクトリエントリへのポインタを含む第２の部分とで構
成される、請求項２に記載の方法。 - 【請求項６】コンピュータシステムのコンピュータメモ
リ中の情報ファイルを前記コンピュータシステムのライ
ト・ワンス記憶媒体に出力するための方法であって、 前記コンピュータメモリと前記ライト・ワンス記憶媒体
との両方にアクセス可能な１次メモリを前記コンピュー
タシステムに設けるステップを含み、前記１次メモリ
は、システムファイル割当領域と媒体ディレクトリ領域
とデータファイル領域とを含む、前記コンピュータシス
テムにより割当られる指定されたメモリ領域を有し、さ
らに、 コンピュータオペレーティングシステムコマンドに従っ
て、ファイル割当のフォーマットに対応するフォーマッ
トのレコードと消去可能な媒体のためのディレクトリレ
コードとを有する完全なファイル割当構造を、コンピュ
ータメモリから前記ファイル割当領域の記録領域に転送
するステップを含み、前記ファイル割当構造ファイル割
当テーブルとシステムディレクトリとを含み、さらに、 前記ファイル割当領域の前記ファイル割当構造から、ラ
イト・ワンス記憶媒体のためのファイルディレクトリレ
コードのフォーマットに対応するフォーマットのレコー
ドを有するファイルディレクトリを前記媒体ディレクト
リ領域に形成するステップを含み、前記ファイルディレ
クトリは、前記ライト・ワンス記憶媒体に書込まれる第
１のデータファイルに対応するディレクトリエントリを
有し、前記ディレクトリエントリは、前記ライト・ワン
ス記憶媒体上のセクタをリンクすることができるポイン
タ情報を含み、さらに、 終了されたオペレーティングシステムコマンドの終わり
で、前記第１のデータファイルに対応する前記ファイル
ディレクトリエントリを前記ライト・ワンス記憶媒体に
書込むステップを含む、方法。 - 【請求項７】前記コンピュータメモリから前記１次メモ
リの前記データファイル領域に第２のデータファイルを
転送するステップをさらに含み、前記第２のデータファ
イルは前記第１のデータファイルに対応するが新しいデ
ータを有するものであり、 前記ファイル割当テーブルのレコードに含まれる前記第
２のデータファイルに関するセクタロケーションから、
前記媒体ディレクトリ領域のレコードに含まれる前記ラ
イト・ワンス記憶媒体にストアされた前記第１のデータ
ファイルに関する対応するセクタロケーションへのマッ
プを形成するステップと、 新しいデータを含む前記第２のデータファイルのセクタ
を識別するステップと、 前記第２のデータファイルの前記識別されたセクタに対
応する前記ライト・ワンス記憶媒体上の前記第１のデー
タファイルのセクタを古いセクタとして示し、前記媒体
上の新しいセクタにポインタを書込むステップと、 前記第２のデータファイルの前記識別されたセクタを前
記媒体上の前記新しいセクタに書込むステップとをさら
に含む、請求項６に記載の方法。 - 【請求項８】１つ以上のデータファイルを含み、かつ、
データファイルディレクトリを有するライト・ワンス記
憶媒体にストアされる要求された情報ファイルをコンピ
ュータメモリに転送するための方法であって、 １次メモリを、ファイル割当領域と媒体ディレクトリ領
域とデータファイル領域とを含むようにフォーマット化
するステップと、 前記データファイル領域中の各データファイルにデータ
ファイルディレクトリエントリを与えるステップとを含
み、前記データファイルディレクトリエントリは、読出
されるべき次のデータファイルに関するディレクトリエ
ントリを識別する第１のセクタと、第２のセクタとを含
み、前記第２のセクタは、読出されるべき次のデータフ
ァイルが変更されていなければ予め定られたディフォル
トエントリを有し、読出されるべき次のデータファイル
が変更されていれば、第２のセクタは、前記第１のセク
タにおいて特定されるディレクトリエントリを無効にす
る次のデータファイルに関するディレクトリエントリの
ための無効アドレスをその代わりに含み、さらに、 ファイルディレクトリを前記ライト・ワンス記憶媒体か
ら前記１次メモリの前記媒体ディレクトリ領域に読出す
ステップと、 消去可能な媒体のためのファイル割当テーブルおよびオ
ペレーティングシステムディレクトリのフォーマットに
対応するフォーマットのファイルディレクトリから、前
記１次メモリの前記システムファイル割当領域において
ファイル割当テーブルおよびオペレーティングシステム
ディレクトリを形成するステップとを含み、 情報ファイル転送要求がファイル割当テーブルまたはオ
ペレーティングシステムディレクトリを参照すれば、前
記方法は、 要求されたファイル割当テーブルおよびオペレーティン
グシステムディレクトリを、前記システムファイル割当
領域から、オペレーティングシステムによって特定され
るコンピュータメモリアドレスのシーケンスに転送する
ステップをさらに含み、 情報ファイル転送要求がデータファイルを参照すれば、
前記方法は、 （D1）データファイルディレクトリエントリによって識
別されるデータファイルを要求するステップと、 （D2）前記ファイル割当領域で特定される識別されたデ
ータファイルのセクタロケーションを前記媒体ディレク
トリ領域内の対応するセクタロケーションにマッピング
するステップと、 （D3）前記媒体ディレクトリ領域内の各セクタロケーシ
ョンに含まれる情報を、オペレーティングシステムによ
って特定されるコンピュータメモリアドレスのシーケン
スに書込むステップと、 転送されるべき情報ファイル内の各データファイルに関
してステップD1、D2およびD3を繰返すステップとをさら
に含む、方法。 - 【請求項９】前記ファイルディレクトリは、消去可能な
媒体用のフォーマットに対応するフォーマットで提示さ
れるファイルディレクトリ情報を含む第１の部分と、エ
ラーを有すると判断された転送されたデータファイルの
エラーリストを含む第２の部分とを含み、前記ファイル
割当テーブルおよびディレクトリを形成する前記ステッ
プは、 ファイルディレクトリの第１の部分を前記ファイル割当
テーブルおよびディレクトリにコピーするステップと、 前記データファイルディレクトリエントリのテーブルを
形成し、該テーブルを介して各データファイルディレク
トリエントリを連続的に移動し、各データファイルディ
レクトリエントリをエラーリスト内のエントリの各々と
比較するステップと、 前記情報ファイルを前記ライト・ワンス記憶媒体から前
記コンピュータメモリに転送するために、エラーリスト
に含まれる各データファイルディレクトリエントリを無
視または消去するステップとをさらに含む、請求項８に
記載の方法。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US320,020 | 1989-03-07 | ||
| US07/320,020 US5029125A (en) | 1989-03-07 | 1989-03-07 | Method of reading and writing files on nonerasable storage media |
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| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04504018A JPH04504018A (ja) | 1992-07-16 |
| JP3005645B2 true JP3005645B2 (ja) | 2000-01-31 |
Family
ID=23244534
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
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| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5029125A (ja) |
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| JP (1) | JP3005645B2 (ja) |
| CA (1) | CA2047696C (ja) |
| DE (1) | DE69031494T2 (ja) |
| WO (1) | WO1990010906A1 (ja) |
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