JPH02214924A - 情報記録再生方式およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、情報記録再生方式およびシステムに係り、特
に情報記録媒体の利用効率を向上させ、かつ、情報記録
媒体に対するリード・ライトアクセスの回数を削減し得
る情報記録再生方式およびシステムに関する。

［従来の技術］ 従来、追記型光デイスクメモリ等の情報記録媒体を大容
量ファイルメモリとして利用した方式として、例えば、
特開昭６１−２２４８８号公報に記載のものや、特開昭
５６−１５６９３６号公報に記載のものが挙げられる。

前者の方式は、追記型光デイスクメモリ上にデータファ
イル記録とファイルディレクトリ（データファイルの管
理情報）記録を行なったもので、ファイル単位でのリー
ド・ライトを行なうものである。また、後者の方式は、
追記型光デイスクメモリを新規データ記録領域、更新デ
ータ記録領域、更新データリスト記録領域の各領域に分
割管理し、ブロック単位でファイルのリード・ライトを
行なうものである。

［発明が解決しようとする課題］ 上記特開昭６１−２２４８８号公報に記載の従来技術に
おいては、ファイルディレクトリ記録の内容のうち、デ
ータファイルのアドレス情報を示すものとしては、デー
タファイルの開始アドレスとデータファイルのサイズし
かなく、ファイルの新規登録・更新はシーケンシャルな
ファイル単位で行なわれなければならないという問題が
あった。

また、上記特開昭５６−１５６９３６号公報に記載の従
来技術においては、追記型光デイスク上の同一ブロック
に更新データを書込むかわりに、更新データ記録領域に
データを書込み、その更新情報を更新データリスト記録
領域に書込むという方式によりブロック単位のファイル
アクセスを実現しているが、この方式では外部制御シス
テム本体内に不揮発性メモリを設け、適当な時期を見て
更新データリスト記録を行なっているため、光デイスク
メディアの交換や電源切断などを常にシステムが監視し
ていなければならないという問題が生じた。

［課題を解決するための手段］ 上記した問題を解決するために、本発明では情報記録媒
体をデータファイル記録領域とファイルディレクトリ記
録領域に分割管理し、情報記録媒体上にランダムなブロ
ックとして散在するデータファイルのアドレス情報を含
むファイル管理情報を、ファイルディレクトリ記録領域
の先頭未記録ブロックに記録する。また、このファイル
ディレクトリ記録領域に記録されたファイルディレクト
リデータを用いて、ランダムアクセスが可能な仮想ブロ
ックデバイスをシステム本体メモリに構築する。ここで
言う仮想ランダムブロックデバイスは、ファイル検索を
行なうために必要十分な大きさのファイルエントリを集
約したファイルエントリテーブルと、リード・ライトさ
れるファイルの有するブロックが仮想デバイス上のどの
位置に散在しているのかを示すブロックリンクテーブル
と、仮想デバイス上の各ブロックが実際に記録再生を行
なう情報記録媒体のどのアドレスのブロックに相当して
いるのかを示すデータファイルアドレステーブルとの、
３つのテーブルから構成されたものである。

ファイルの記録はすべて仮想デバイスを通して行なう。

データファイルは情報記録媒体のデータファイル記録領
域の先頭未記録ブロックに順次書き出され、情報記録媒
体上に散在するデータファイルのファイル管理情報はす
べて仮想デバイス上で処理され、ファイルがクローズさ
れた時点で該当ファイルの有するすへての管理情報（仮
想デバイスの３つのテーブルデータのうち該当ファイル
に関係したもの）を集約して、情報記録媒体のファイル
ディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロックに記録する
。従って、ファイルディレクトリデータは情報記録媒体
上のファイルアドレス情報のみならず、情報記録媒体と
仮想デバイスとの間のブロックアドレスの対応データを
も有するものである。

ファイルの読み出しはすべて仮想デバイスを通して行な
う。ファイルの検索およびファイルの有する任意のブロ
ックの情報記録媒体上のアドレス取得はすべて仮想デバ
イス上で処理され、目的のブロックのデータを読み出す
ことができる。

［作　用］ ファイルの記録はすべて仮想デバイスを通して行なわれ
る。仮想デバイスは前述のように３つのテーブル■ブロ
ックリンクテーブル、■ファイルエントリテーブル、■
データファイルアドレステーブルから成り、それぞれは
次の様に作用する。

■仮想デバイスのブロックリンクテーブルは仮想デバイ
ス上におけるファイルが有する各ブロックの結合状態を
表わすだけでなく、これにより仮想デバイスの有するブ
ロックの使用／未使用状況を把握することができる。ま
た、ブロックリンクテーブルの大きさは仮想デバイスの
有する総ブロック数によって決定される。

■仮想デバイスのファイルエントリテーブルには、情報
記録媒体に記録されたすべてのファイルの検索情報が集
約してあり、ファイル名の検索の他に、ファイル削除、
ファイル更新中などの状態を示すファイルエントリデー
タも設定できる。

このファイルエントリテーブルに対して、ファイル記録
の終了を意味するファイルクローズエントリデータを書
き込んだ時点で、該当ファイルに関する３つのテーブル
（ブロックリンクテーブル、ファイルエントリテーブル
、ファイルデータアドレステーブル）のデータを集約し
、情報記録媒体のファイルディレクトリ記録領域に記録
する。また、ファイルエントリテーブルの大きさは仮想
デバイスの有するファイルエントリの総数によって決定
される。

■仮想デバイスのファイルアドレステーブルは、仮想デ
バイスのブロックアドレスと、情報記録媒体のブロック
アドレスの対応を記録するテーブルであり、そのアドレ
ス対応データを更新することによって、実際には情報記
録媒体のデータファイル記録領域の未記録ブロックに追
記されたデータであっても、見かけ上同じブロックで更
新されたように見ることができる。また、ファイルアド
レステーブルの大きさは仮想デバイスの有する総ブロッ
ク数によって決定される。

以上３つのテーブルのイニシャライズは、システム本体
の電源投入時または情報記録媒体の挿入時に行なわれ、
ファイルの記録などで更新されたテーブルのデータはフ
ァイルクローズを基準に該当ファイル関係部分のみが情
報記録媒体に書き込まれるため、すべてのファイル書き
込みが終了した時点からは電源の切断、情報記録媒体の
交換は任意に行なうことができる。また、最終的にすべ
てのファイルがクローズされるのならば、同時に複数の
ファイルをオープンして任意のファイルの任意のブロッ
クに対するリード・ライトが可能である。

［実施例］ 以下、主として追記型光デイスクメモリに本発明を適用
した実施例について図面により詳細に説明する。

第２図は１本発明が適用される追記型光デイスクシステ
ムのシステムブロックを示したブロック図である。

追記型光デイスクシステム２０を構成する追記型光デイ
スクメモリ２１には、リード・ライト制御部２３の制御
のもとに、光デイスクドライブ２２によりデータファイ
ルおよびそのデータファイルのファイルディレクトリの
記録再生が行なわれる。インタフェイス制御部２４は、
リード・ライト制御部２３を制御して、追記型光デイス
クメモリ２１と外部制御システム２５との間におけるデ
ータ転送を行なう。

第１図（ａ）は、本発明の一実施例における追記型光デ
イスクメモリ（情報記録媒体）での記録状態および仮想
デバイスの構造を模式的に示した説明図である。第１図
（ｂ）は各ファイルとそれに含まれるデータとの関係を
示している。

第１図（ａ）に示す様に、光デイスクメモリにおける記
録可能領域の先頭（本実施例では内周側）よりファイル
ディレクトリ記録領域、データファイル記録領域が構成
されている。各領域は固定長領域であり、各領域に対す
る記録は常に先頭未記録ブロックに対して行なわれる。

これに対して、仮想ランダムブロックデバイスは、外部
制御システム２５内のシステム本体メモリ上に設けられ
たものであり、ファイルディレクトリ記録領域に記録さ
れたファイルディレクトリから構築される。この仮想デ
バイスは、ブロックリンクテーブル、ファイルエントリ
テーブル、データファイルアドレステーブルの３つのテ
ーブルから成る。（本実施例では３つのテーブルを上記
の順に配置しているが、他の順に配置をしても構わない
。）このうち先頭から２つのテーブル（ブロックリンク
テーブル、ファイルエントリテーブル）は仮想デバイス
におけるファイルブイレフ１〜υＦ！緑部分であり、フ
ァイルエン１−リテーブルにはファイル名、データファ
イル開始ブロックアドレスを含むファイルディレクトリ
エントリデータが、また、ブロックリンクテーブルには
仮想デバイス上でランダムに散在するブロックから成る
データファイルのファイルチエインデータが、それぞれ
記録されている。また、最後に置かれたデータファイル
アドレステーブルは仮想デバイスにおけるデータファイ
ル記録部分であり、仮想デバイスのブロックアドレスと
光デイスクメディアのブロックアドレスとの対応が記録
されている。

以上３つのテーブルを構築するのに用いる光デイスクメ
モリのファイルディレクトリデータは、ファイル検索用
のファイルディレクトリエントリデータ（仮想デバイス
のファイルエントリテーブルに記録されたものと同一で
、ファイル名、データファイル開始ブロックアドレスな
どを含むもの）や、光デイスクメモリならびに仮想デバ
イス上に散在して記録されたファイルのファイルブロッ
クチエインデータを含むファイル管理情報から成る。

このファイルディレクトリデータはファイルのクローズ
時に、光デイスクメモリのファイルディレクトリ記録領
域の先頭未記録ブロックに書き込まれる。

従って、ファイルがクローズされるまでは、光デイスク
メモリに対してはデータファイルの追記を行なうだけで
、ファイル管理情報はすべて仮想デバイス上で処理され
るため、同時に複数のファイルをオープンしてランダム
にデータファイルの記録を行なったとしても、実際に光
デイスクメモリにアクセスするのは、データファイルラ
イトと、ファイルクローズ時のファイルデイレクトリラ
イトに限られ、アクセス時間が短縮される。また、複数
のファイルオープンに伴なって必要となるシステム本体
メモリの大きさは、仮想デバイスのサイズによって固定
的に決定され、ファイル数には無関係なので、システム
本体メモリを有効に利用することができる。

第３図は、本発明の一実施例に係る第１図における記録
状態を、追記型光デイスク上に適用した説明図である。

第３図において、追記型光デイスクメモリ３１は、内周
側記録不可領域３２、外周側記録不可領域３３、および
それらの領域に挾まれた記録可能領域に分割され、更に
記録可能領域は記録可能領域の最内周から最外周に向か
って、ファイルディレクトリ記録領域３８とデータファ
イル記録領域３９の２つの領域に分割されている。どち
らの領域も先頭（本実施例では内周側）からデータの記
録が行なわれ、前者は記録済のファイルディレクトリ群
３４と、ファイルディレクトリ未記録領域３５を、また
後者は記録済のデータファイル群３６と、データファイ
ル未記録領域３７をそれぞれ有している。本実施例では
、ファイルディレクトリ記録領域３８とデータファイル
記録領域３９の２領域を固定長で確保してあり、書き込
み中にどちらか一方又は両方の領域に残り未記録領域が
なくなって書き込みが行なえなくなった場合は、ディス
クフルエラーのエラー処理を実行し、ライト動作を中断
する。以下、ディスクフルエラーについては考慮せずに
実施例を説明する５以下、実際に動作させる場合の追記
型光デイスクシステムのシーケンスを、第４図〜第７図
に示すフローチャートを用いて説明する。

第４図は電源投入時（起動時）または光デイスクメディ
ア交換時のシーケンス、すなわちイニシャライズルーチ
ンのシーケンスを示すフローチャートである。以下第４
図を各ステップ毎に説明する。

ステップ４０１：仮想ランダムブロックデバイスの初期
化をする。すなわち、ブロックリンクテーブルおよびデ
ータファイルアドレステーブルのデータを全て空白ブロ
ックを意味する５ＰＡＧＥで埋め、ファイルエントリテ
ーブルのデータを全てエントリなしを意味するｎｏ　ｅ
ｎｔｒｙで埋める。

ステップ４０２：光デイスクメモリのファイルディレク
トリ記録領域の先頭未読出ブロックから、順次ディレク
トリデータを読み出し、システムバッファに格納する。

ステップ４０３ニジステムバツフアにディレクトリデー
タが格納されていれば、そのデータを用いて仮想デバイ
スの構築をするためにステップ４０４へ移行し、格納さ
れていなければすべてのファイル管理情報が仮想デバイ
スに反映されたので、ステップ４０６へ移行し終了する
。

ステップ４０４ニジステムバツフアに格納されたファイ
ルディレクトリデータのうち、ファイル検索に用いるデ
ータ（ファイル名、ファイル作成日時、ファイルサイズ
、ファイル開始ブロックアドレスなど）をファイルエン
トリテーブルの先頭空きエントリ領域（ｎｏ　ｅｎｔｒ
ｙのデータが入っている領域）に格納する。

ステップ４０５：上記ファイルディレクトリデータのう
ち、データファイルが有するブロックが光デイスクメモ
リや仮想デバイス上のどのブロックに散在しているのか
を示すファイルチエインデータを取り出し、仮想デバイ
ス上でのブロックチエインデータをブロックリンクテー
ブルに格納し、仮想デバイスのブロックと光デイスクメ
モリのブロックの対応データをデータファイルアドレス
テーブルに格納する。

ステップ４０６：終了する。

第５図および第６図は、データファイルをライトする場
合のシーケンスを示すフローチャートである。以下、第
５図および第６図を各ステップ毎に説明する。

ステップ５０１：仮想デバイスのファイルエントリテー
ブル中に、ライトファイル名と同一のファイル名が既に
エントリされているかどうか検索する。

ステップ５０２：同一ファイル名のエントリがある場合
はファイルの更新を意味するので、旧ファイルを見かけ
上削除する（仮想デバイス上でエントリを削除する）た
めにステップ５０３へ移行する。同一名がない場合は、
データファイル書込みをするため５０５へ移行する。

ステップ５０３：該当するファイルエントリデータから
旧ファイルのファイル開始ブロックアドレスを取得し、
対応するブロックリンクテーブルからデータを順次読み
出し、ファイル終了を示すＥＯＦ　（エンド・オブ・フ
ァイル）データが読み出されるまでテーブル内容を５Ｐ
ＡＧＥ　（スペース）データで埋めて行く。これによっ
て、旧ファイルが占めていた仮想デバイス上の全てのブ
ロックが再使用可能となる。

ステップ５０４：該当するファイルエントリデータの代
わりにｎｏ　ｅｙｔｒｙデータを格納する。これにより
、旧ファイルの占めていたファイルエントリ領域は再使
用可能となる。

ステップ５０５ニブロツクリンクテーブルのデータを順
次読み出し、５ＰＡＧＥデータが得られたならばそのブ
ロックは書込み可能であることを示すので、そのブロッ
クを仮想デバイスにおけるデータファイルの書込みブロ
ックに設定する。

ステップ５０６：光デイスクメモリのデータファイル記
録領域の先頭未記録ブロックにデータファイルを書込む
。

ステップ５０７：ステップ５０５で設定された仮想デバ
イスにおける書込みブロックに対応するデータファイル
アドレステーブルのブロックに、実際に光デイスクメモ
リに書込んだブロックのアドレスをデータとして格納す
る。

ステップ５０８：まだ未書込みデータファイルがあるな
らステップ５０９へ移行し、ないのならステップ５１０
へ移行する。

ステップ５０９ニステツプ５０５で設定された仮想デバ
イスにおける書込みブロックに対応するブロックリンク
テーブルのブロックに、次の５ＰＡＧＥデータを持つブ
ロック番号をデータとして格納し、ステップ５０５へ移
行する。

ステッ□プ５１０：すべてのデータファイルの書込みが
終了したので、ステップ５０５で設定された仮想デバイ
スにおける書込みブロックに対応するブロックリンクテ
ーブルのブロックに、ファイル終了を示すＥＯＦデータ
を格納する。

ステップ５１１：ファイルエントリテーブルのデータを
順次読み出し、　ｎｏ　ｅｎｔｒｙデータが得られたな
らばそのエントリ領域は使用可能なので、ライトしたフ
ァイルのファイル名、ファイル開始ブロックアドレスな
どのファイルディレクトリデータを格納する。

ステップ５１２ニブロツクリンクテーブルと、データフ
ァイルアドレステーブルから、ライトしたファイルの有
するブロックのデータを取得し、［仮想デバイスのブロ
ック、光デイスクメモリのブロックコの連鎖からなるフ
ァイルチエインデータを作成する。

ステップ５１３ニステツプ５１１で格納したファイルデ
ィレクトリデータと、ステップ５１２で作成したファイ
ルチエインデータとを、光デイスクメモリのファイルデ
イレクトり記録領域の先頭未記録ブロックに書込む。

ステップ５１４：終了する。

第７図は、データファイルをリードする場合のシーケン
スを示すフローチャートである。以下、第７図を各ステ
ップ毎に説明する。

ステップ７ｏ１：仮想デバイスのファイルエントリテー
ブルをリードし、リードファイル名と同一のファイル名
があるかどうか検索する。

ステップ７０２：同一ファイル名があればステップ７０
３へ移行し、なければステップ７０７へ移行する。

ステップ７０３：該当ファイルのファイルディレクトリ
データから取得できるファイル開始ブロックをリードす
るブロックとして設定する。

ステップ７０４：データファイルアドレステーブルの対
応ブロックのデータから；光デイスクメモリのブロック
アドレスを取得し、データファイルをリードする。

ステップ７０５ニブロツクリンクテーブルの対応ブロッ
クデータから、チエインされた次のブロックの番号を取
得し、それを次のリードブロックとする。

（以下余白） ステップ７０６：まだ読み出していないデータファイル
があればステップ７０４へ移行し、なければステップ７
０８へ移行する。

ステップ７０７：該当するファイルがなかったので該当
ファイルなしというエラー処理を行なう。

ステップ７０８：終了する。

なお、第４図〜第７図に示した各ルーチンはそれぞれ一
例であり、好ましくは、■ファイルディレクトリ記録領
域のデータから固定サイズの仮想デバイスを構成し、■
データファイルは上位システムのデータ書込み命令ごと
にデータファイル記録領域に書込み、■仮想デバイス上
で更新されたファイルの管理情報をファイルクローズ時
にファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロック
に書込むという３点を満足すれば、いかなる手法を用い
てもよい。

第８図（ａ）は、本発明の第２の実施例における追記型
光デイスクメモリでの記録状態を模式的に示したもので
あり、同図（ｂ）はファイルとデータとの関係を示した
ものである。

第８図（ａ）では、ファイルがデータファイルを持つフ
ァイルであるのか、一つまたは複数のファイルのファイ
ルエントリデータを持つファイルであるのか、を基準に
それぞれデータファイルとディレクトリを区別するＦＩ
ＬＥ、ＤＩＲというファイル属性を設定し、これをファ
イルディレクトリデータに与えることによってブイレフ
１−りの階層構造を構成している。この階層構造の最上
層をルートディレクトリと呼び、それより下の層をサブ
ディレクトリと呼ぶことにする。

サブディレクトリの中にファイルを記録するためには、
あらかじめサブディレクトリを作成しておかねばならな
い。サブディレクトリはそのファイル属性としてＤＩＲ
データを持っているという点を除けば通常のデータファ
イルと同じシーケンスでリード・ライトが行なえる。た
だし、そのデータファイルはファイルエントリテーブル
と同形式の仕様で書かれたファイルディレクトリエント
リデータでなければならない。また、サブディレクトリ
を新規作成する場合のデータファイルはすべてｎｏ　ｅ
ｎｔｒｙデータで埋めておく必要がある。

これに対しルー１〜デイレクトリとはファイルエントリ
テーブルの事を指し、イニシャライズの時に自動的に作
成される。

ルートディレクトリに面接合まれるファイルはイニシャ
ライズ時にファイルエントリテーブルを構成するのに必
要である。一方、サブディレクトリに含まれるファイル
はファイルエン１〜リテーブルの構成には無関係なので
、光デイスクメモリのファイルディレクトリ記録領域に
記録されるファイルディレクトリデータには、ルートデ
ィレクトリのファイルかサブディレクトリのファイルか
を区別するＲＯＯＴ、ＳＵＢというファイル属性を与え
る。また、データファイルアドレステーブルにも、書込
まれるデータファイルが通常のデータファイルなのか、
ディレクトリエントリデータなのかが区別できるように
ＤＩＲ，ＦＩＬＥの属性を与える。

以下、階層ディレクトリを用いた場合の追記型光デイス
クシステムのシーケンスを第９図〜第１５図のフローチ
ャートを用いて説明する。

第９図は、電源投入時または光デイスクメモリ交換時の
シーケンスすなわちイニシャライズ時のシーケンスを示
すフローチャートである。以下、第９図を各ステップご
とに説明する。

ステップ９０１：仮想ランダムブロックデバイスを初期
化する。すなわちブロックリンクテーブルとデータファ
イルアドレステーブルのデータをすべて５ＰＡＣＥで埋
め、ファイルエントリテーブルのデータをすべてｎｏ　
ｅｎｔｒｙで埋める。

ステップ９０２：ファイルディレクトリ記録領域の未読
み出しデータを順次読み出し、システム本体のバッファ
に格納する・。

ステップ９０３：バッファの中にファイルディレクトリ
エントリデータがあればステップ９０４へ移行しなけれ
ばステップ９０８へ移行する。

ステップ９０４：バッファの中のファイルディレクトリ
エントリデータのファイル属性にＳＵＢがあればステッ
プ９０６へ移行しなければステップ９０５へ移行する。

ステップ９０５：ファイル属性はＲＯＯＴであり、ファ
イルエントリテーブルを構築する必要があるので、ファ
イルディレクトリエントリデータの中からファイル名、
ファイル開始ブロック、ファイル属性（ＦＩＬＥかＤＩ
Ｒかという属性）を含むディレクトリエントリデータを
ファイルエントリテーブルの先頭空きエントリ領域に格
納する。

ステップ９０６：ファイルディレクトリエンＩ・リデー
タのうち、ファイルチエインデータを取り出しブロック
リンクテーブルを構築する。

ステップ９０７：ファイルディレクトリエントリデータ
のうち、ファイルチエインデータを取り出しファイル属
性（ＦＩＬＥまたはＤ　Ｉ　Ｒ）を付加してデータファ
イルブロックテーブルを構築し、ステップ９０２へ移行
する。

ステップ９０８：終了する。

次に、ファイルのリード・ライトのシーケンスについて
説明を行なうが、その時のファイル名の指定方法は次の
形式をとるものとする。

＼５ＵＢＩ　＼５ＵＢ２　＼・・・＼５ＵＢＮ　＼ＦＩ
ＬＥＩ ＼（バックスラッシュ）はディレクトリ名またはファイ
ル名の区切りを示すセパレータであり、５ＵＢＩ、５Ｕ
Ｂ２．・・・、５ＵＢＮはそれぞれサブディレクトリ名
を、Ｆ　Ｉ　ＬＥ　１はファイル名を示す。ここで、 ＼５ＵＢＩ＼５ＵＢ２＼・・・＼５ＵＢＮの部分をパス
名部分と呼び、 ＼ＦＩＬＥＩ の部分をファイル名部分と呼ぶことにする。

ファイルのリード・ライトにおいては該当ファイルの検
索をするためにパス名部分をひとつひとつ検索して行く
ことになる。

第１０図〜第１２図はデータファイルをリードする場合
のシーケンスを示すフローチャートである。この中で「
単層ファイルリードサブルーチン」というルーチンがあ
るが、これは与えられた検索対象バッファから、与えら
れたリードファイル名のファイルを探し出しデータファ
イルを読み出すルーチンである。パス名部分をひとつひ
とつのサブディレクトリ名で分割して検索して行く時な
どにこのルーチンを利用している。

第１０図〜第１１図を各ステップ毎に説明する。

ステップ１００１　：仮想デバイスのファイルエントリ
テーブルをファイル名検索対象バッファに設定する。

ステップ１００２　：リードファイル名にパス名部分が
あればステップ１００３へ移行しなければパス名部分の
解析が終了したことを意味するので、目的とするファイ
ルのリードを行なうためステップ１００８へ移行する。

ステップ１００３　：パス名部分のうち、先頭パス名（
バックスラッシュにディレクトリ名をつけたもの）を仮
のリードファイル名に設定する。

ステップ１００４　：パス名部分から先頭パス名を削除
する。

ステップ１００５　：すでに設定された検索対象バッフ
ァと仮のリードファイル名を引数として単層ファイルリ
ードサブルーチン（詳細は第１２図の説明を参照）を実
行し、エラーの有無、データファイルをバッファに取得
する。

ステップ１００６　ニステップ１００５で実行したサブ
ルーチンがエラーを返して来たならば該当するパス名が
なかった事を意味するので、エラー処理をするためステ
ップ１０１２へ移行する。

ステップ１００７　ニステップ１００５のサブルーチン
で得られたバッファの内容は、パス名の持つファイルデ
ィレクトリエントリデータ群であるので、これを新たに
ファイル名検索対象バッファに設定し、ステップ１００
２へ移行する。

ステップ１００８　：パス名部分の解析がすべて終了し
たので、ファイル名部分をリードファイル名に設定する
。

ステップ１００９　：すでに設定された検索対象バッフ
ァとリードファイル名を引数として単層ファイルリード
ルーチンを実行する。

ステップ１０１０　ニステップ１００９のサブルーチン
実行でエラーがあればステップ１０１２へ移行し、なけ
ればステップ１０１１へ移行する。

ステップ１０１１　ニステップ１００９のサブルーチン
で得られたバッファの内容が目的とするファイルのデー
タファイルであるので、これを読み出したデータファイ
ルとする。

ステップ１０１２　：指定ファイル名のうち、パス名部
分またはファイル名部分の解析中に該当する名称が存在
しなかったので、まとめて該当ファイルなしのエラー処
理を行なう。

ステップ１０１３　：終了する。

第１２図は、第１０図〜第１１図で使用する単層ディレ
クトリのファイルをリードするサブルーチンシーケンス
である。

第１２図を各ステップ毎に説明する。

ステップ１２０１　：検索対象バッファの中からリード
ファイル名を検索する。

ステップ１２０２　：該当するファイル名があればステ
ップ１２０３へ、なければステップ１２０７へ移行する
。

ステップ１２０３　：該当するファイルのファイルディ
レクトリデータから得られたファイル開始ブロックを、
リードするブロックに設定する。

ステップ１２０４　：データファイルアドレステーブル
の対応ブロックのデータから、光デイスクメモリのブロ
ックアドレスを取得し、データファイルをリードする。

ステップ１２０５　ニブロックリンクテーブルの対応ブ
ロックデータから、チエインされた次のブロックの番号
を取得し、それを次のリードブロックに設定する。

ステップ１２０６　：まだ読み出していないデータファ
イルがあればステップ１２０４へ移行し、なければステ
ップ１２０８へ移行する。

ステップ１２０７　：該当するファイルがなかったので
該当ファイルなしというエラー処理を行なう。

ステップ１２０８　：終了する。

次にファイルライ１〜のシーケンスについて説明をする
が、ルートディレクトリにおけるファイルライトは第５
図、第６図に示したものと同じなのでここでは省略する
。よって、サブディレクトリにおけるファイルライトの
シーケンスのみを第１３図〜第１５図で、各ステップ毎
に説明する。

ステップ１３０１．ニライトファイル名のうち、パス名
部分を仮のリードファイル名に設定する。

ステップ１３０２　ニステップ１３０１で設定した仮の
リードファイル名を用いて、第１０図〜第１２図で示し
たファイルリードルーチンをサブルーチンコールする。

ステップ１３０３　：該当ファイルなしのエラーが返っ
て来たら、パス名部分が存在しないことを意味するので
、ステップ１３０７へ移行する。エラーがなければステ
ップ１３０４へ移行する。

ステップ１３０４　：リードしたパス名部分のデータフ
ァイルをファイル検索対象バッファに設定する。

ステップ１３０５　：検索対象バッファにおいて、ライ
トファイルのファイル名部分の検索を行なう。

ステップ１３０６　：同一ファイル名があればステップ
１３０８へ移行し、なければステップｌ３１０へ移行す
る。

ステップ１３０７　：該当パス名なしのエラー処理を行
なう。

ステップ１３０８　：該当するファイル名の対応するブ
ロックリンクテーブルのブロックデータをすべて５ＰＡ
ＧＥで埋める。

ステップ１３０９　：検索対象バッファから、該当ファ
イルのエントリを消去し、ｎｏ　ｅｎｔｒｙデータにす
る。

ステップ１３１０　ニブロックリンクテーブルの中で、
５ＰＡＧＥデータを持つ先頭ブロックを探し、それを書
込みブロックに設定する。

ステップ１３１１　：データファイル記録領域の先頭未
記録ブロックにデータファイルを書込む。

ステップ１３１２　：データファイルアドレステーブル
の対応するブロックに、ステップ１３１１で書込んだ光
デイスクメモリのブロックアドレスを格納する。

ステップ１３１３　：まだ未書込みデータファイルがあ
るのならステップ１３１４へ移行し、ないのならステッ
プ１３１５へ移行する。

ステップ１３１４　ニブロックリンクテーブルの対応す
るブロックに、次の５ＰＡＧＥデータを持つブロック番
号をデータとして格納し、ステップ１３１０へ移行する
。

ステップ１３１５　ニブロックリンクテーブルの対応す
るブロックにＥＯＦを格納する。

ステップ１３１６　：検索対象バッファの先頭ｒ１゜ｅ
ｎｔｒｙ領域にライトしたファイルのディレクトリエン
トリデータを格納し、それをデータファイル記録領域の
先頭未記録ブロックに書込む。

ステップ１３１７　：検索対象バッファのデータを読み
出して来たブロックに対応するデータファイルアドレス
テーブルのデータを、ステップ１３１６で書込んだ光デ
イスクメモリのブロックアドレスに設定する。

ステップ１３１８　ニブロックリンクテーブルとデータ
ファイルアドレステーブルから、ライトしたデータファ
イルのファイルチエインデータを作成する。

ステップ１３１９　ニステップ１３１６で書込んだファ
イルディレクトリエントリデータとステップ１３１８で
作成したファイルチエインデータに、ＳＵＢという属性
（サブディレクトリで作られたファイルという意味）を
付加して、ファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録
ブロックに書込む。

ステップ１３２０　：検索対象バッファのデータを読み
出したブロックを有するファイル（パス名部分の最後尾
のパス名で表わされるファイル）のファイルディレクト
リエントリとファイルチエインデータを作成する。

ステップ１３２．１ニステツプ１３２０で作成したデー
タにＤＩＲという属性（サブディレクトリファイルを示
す）を付加して、ファイルディレクトリ記録領域の先頭
未記録ブロックに書込む。

ステップ１３２２　：終了する。

この実施例によれば、ファイルを階層構造で管理するこ
とができるので、同一名のファイルであっても異なる階
層で同時に管理することが可能になる。

以上、階層ディレクトリ構造の識別に、ＲＯＯＴ／ＳＵ
Ｂ、ＦＩＬＥ／ＤＩＲという属性を与え、前者はイニシ
ャライズ時に、後者はファイルエントリデータとデータ
ファイルアドレステーブルの作成時に、それぞれ用いた
が、ＤＩＲという属性を持つブロックに直接データを書
込んだ時を基準にファイルディレクトリ記録領域への記
録を行なうことにしてもよい。このようにすれば、ファ
イル・仮想デバイス間のデータ交換と、仮想デバイス・
光デイスクメモリ間のデータ交換の２つのシステムイン
タフェイスが完全に分離可能で、より効率の良いシステ
ムが設計できる。

第１６図は、本発明の第３の実施例における追記型光デ
イスクメモリでの記録状態を模式的に示した図である。

光デイスクメモリは大容量メモリであるため、その全容
量に対して任意にアクセスするには非常に多くのブロッ
クテーブルが必要となり、仮想デバイスがシステム本体
メモリを占める割合が大きくなってしまう。ここでは光
デイスクメモリに対してリード・ライトが可能な最ｔＪ
ｓサイズのブロックをセクタと呼び、複数のセクタの集
めたものを改めてブロック（例えば１ブロツク＝３２セ
クタなどとしたもの）と呼ぶことにする。

光デイスクメモリに対してはセクタ単位でり−＝３９− ４〇− ド・ライトが可能で、仮想デバイスがブロック単位でリ
ード・ライトが可能ならば、大容量光ディスクメモリを
効率よく管理することができる。

第１６図では、仮想ブロックの有するセクタアドレスデ
ータ列（光デイスクメモリ上での対応セクタのアドレス
並び）がシーケンシャル列であるかランダム列であるか
を基準として、そのブロックに対して、それぞれＳＥＱ
、ＲＡＮという属性を与え、データファイルアドレステ
ーブルの各ブロックデータに格納している。

ファイルライトで使用中のブロックのセクタアドレスデ
ータ列はブロックストラフチャテーブルというシステム
本体内のバッファに格納され、ファイルのクローズ時に
そのテーブル内の構造をデータファイルアドレステーブ
ルに変換し、光デイスクメモリに記録する。その変換と
は、シーケンシャル列の場合はＳＥＱの属性と先頭アド
レスとをデータアドレステーブルデータとして格納し、
ランダムの列の場合はデータファイル記録領域の先頭未
記録セクタにテーブルの内容（ランダムセクタアドレス
データ列）を記録し、ＲＡＮの属性とその光デイスクメ
モリに記録したアドレスとをデータアドレステーブルデ
ータとして格納するという作業である。シーケンシャル
ファイルについては先頭アドレスとともに、その使用セ
クタ数もデータファイルアドレステーブルに格納しても
よい。この変換終了後は第１図に示すファイルチエイン
データとして、ＳＥＱ、ＲＡＮの属性データ付きで利用
できる。

以上の様にして、データファイルはセクタ単位で光デイ
スクメモリに記録しながら、仮想デバイスの大きさはブ
ロック数によってのみ決定されるので、システム本体メ
モリにかかる負担が低減する。

また、データファイルのリード時にはデータファイルア
ドレステーブルの該当ブロックデータからブロックスト
ラフチャテーブルに逆変換すれば第１図におけるリード
のシーケンスと同様にしてデータファイルが得られる。

また、イニシャライズのシーケンスについてばファイル
チエインデータにＳＥＱ、ＲＡＮの属性が付加されてい
る点を除けば、全く第１図のシーケンスと同様に行なう
ことができる。

第１７図〜第１８図はデータファイルをライトする場合
のシーケンスを示すフローチャートである。第１７図〜
第１８図を各ステップ毎に説明する。

ステップ１７０１　：仮想デバイスのファイルエントリ
テーブル中に、ライトファイル名と同一のファイル名が
既にエントリされているかどうか検索する。

ステップ１７０２　：同一ファイル名のエントリがある
場合はステップ１７０３へ移行しない場合はステップ１
７０５へ移行する。

ステップ１７０３　：該当するファイルエントリデータ
から旧ファイルのファイル開始ブロックを取得し、対応
するブロックリンクテーブルのデータを５ＰＡＧＥで埋
める。

ステップ１７０４　：該当する旧フアイルエントリを消
去し、ｎｏ　ｅｎｔｒｙを格納する。

ステップ１７０５　ニブロックリンクテーブルの中で先
頭の５ＰＡＧＥブロツクを書込みブロックに設定する。

ステップ１７０６　：光デイスクメモリのデータファイ
ル記録領域の先頭未記録セクタにデータファイルを書込
む。

ステップ１７０７　ニステップ１７０５で設定された仮
想デバイスにおける書込みブロックに対応するブロック
ストラフチャテーブルの先頭５ＰＡＧＥセクタに、ステ
ップ１７０６で実際に書込んだセクタアドレスをデータ
として格納する。

ステップ１７０８　：まだ未書込みデータファイルがあ
ればステップ１７０９へ移行し、なければステップ１７
１１へ移行する。

ステップ１７０９　ニステップ１７０５で設定された仮
想デバイスにおける書込みブロックに対応するブロック
ストラフチャテーブルに５ＰＡＧＥセクタがあればステ
ップ１７０６へ移行し、なければステップ１７１０へ移
行する。

ステップ１７１０　ニステップ１７０５で設定された仮
想デバイスにおける書込みブロックに対応するブロック
リンクテーブルに、次の５ＰＡＧＥデータを持つブロッ
ク番号をデータとして格納し、ステップ１７０５へ移行
する。

ステップ１７１１　ニステップ１７０５で設定された仮
想デバイスにおける書込みブロックに対応するブロック
リンクテーブルにＥＯＦを格納する。

ステップ１７１２　：該当ファイルのライトに関して作
成されたブロックストラフチャテーブルを変換し、デー
タファイルアドレステーブルに格納する。

ステップ１７１３　：ファイルエントリテーブルの先頭
ｎｏ　ｅｎｔｒｙ領域にファイルディレクトリエントリ
データを格納する。

ステップ１７１４　ニブロックリンクテーブルとデータ
ファイルアドレステーブルから、該当ファイルのファイ
ルチエインデータを作成する。

ステップ１７１５　ニステップ１７１３で格納したファ
イルディレクトリエントリデータと、ステップ１７１４
で作成したファイルチエインデータを光デイスクメモリ
のファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロック
に書込む。

ステップ１７１６　：終了する。

第１９図は、データファイルをリードする場合のシーケ
ンスを示すフローチャートである。第１９図を各ステッ
プ毎に説明する。

ステップ１９０１　：仮想デバイスのファイルエントリ
テーブルにリードファイル名と同一のファイル名がある
かどうか検索する。

ステップ１９０２　：同一ファイル名があればステップ
１９０３へ移行しなければステップ１９０４へ移行する
。

ステラフ１９０３：該当ファイルのファイルディレクト
リデータから得られたファイル開始ブロックをリードす
るブロックに設定する。

ステップ１９０４　：該当するファイルがないので、該
当ファイルなしというエラー処理を行なう。

ステップ１９０５　：リードするブロックのデータファ
イルアドレステーブルをブロックストラフチャテーブル
に逆変換する。

ステップ１９０６　：順次リードセクタに対応する光デ
ィスクメモリのデータファイルをリードする。

ステップ１９０７　：まだリードしていないデータファ
イルがあるならステップ１９０８へ移行しないならステ
ップ１９１０へ移行する。

ステップ１９０８　：リードブロックにまだ読み出して
いないセクタがあればステップ１９０６へ移行しなけれ
ばステップ１９０９へ移行する。

ステップ１９０９　ニブロックリンクテーブルの対応ブ
ロックデータから、チエインされた次のブロック番号を
取得し、それを次のリードブロックに設定する。

ステップ１９１０　：終了する。

イニシャライズについては第１図と同じなのでここでは
省略する。

以上、オープンされた複数のファイルに対してセクタ単
位でリード・ライトが可能なので、複数項目のデータロ
ギングなどに有効となる。

第２０図は、本発明の第４の実施例における追記型光デ
イスクメモリでの記録状態を模式的に示した図である。

第２０図において、ファイルが削除された場合は対応す
るブロックリンクテーブルとデータファイルアドレステ
ーブルのデータをすべて５ＰＡＧＥで埋めたものをファ
イルチエインデータとし、ファイルエントリテーブルの
該当ファイルを削除することを示すＤＥＬＥＴＥという
属性をファイルディレクトリエントリに付加し、このフ
ァイルディレクトリエントリデータと、上記ファイルチ
エインデータをファイルディレクトリ記録領域に記録す
る。イニシャライズのシーケンスではＤＥＬＥＴＥ属性
を持つデータの場合はファイルエントリテーブルの該当
ファイル名を消去してｎｏ　ｅｎｔｒｙを格納する。

第２１図は、データファイルをデリート（消去）する場
合のシーケンスを示すフローチャートである。第２１図
を、各ステップ毎に説明する。

ステップ２１０１　：仮想デバイスのファイルエントリ
テーブル中に、ライトファイル名と同一のファイル名が
既にエントリされているかどうか検索する。

ステップ２１０２　：同一ファイル名のエントリがある
場合はステップ２１０３へ移行しない場合はステップ２
１０４へ移行する。

ステップ２１０３　：該当するファイルエントリデータ
から削除するファイルのファイル開始ブロックを取得し
、対応するブロックリンクテーブルのデータを５ＰＡＧ
Ｅで埋める。

ステップ２１０４　：該当するファイルが存在しないの
で、該当ファイルなしのエラー処理を行なう。

ステップ２１０５　：該当するファイルエントリデータ
を消去し、ｎｏ　ｅｎｔｒｙを格納する。

ステップ２１０６　ニブロックリンクテーブルから、削
除されたファイルに関係するブロックのデータ（すべて
５ＰＡＣＥデータとなっている）を取得し、ファイルチ
エインデータを作成する。

ステップ２１０７　：削除したファイルのファイル名、
削除日時、ファイル削除開始ブロックなどを含むファイ
ル検索情報に削除を示すＤＥＬＥＴＥ属性を付加してフ
ァイルディレクトリエントリデータを作成する。

ステップ２１０８　ニステップ２１０６で作成したファ
イルチエインデータとステップ２１０７で作成したファ
イルディレクトリエントリデータを、光デイスクメモリ
のファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロック
に書込む。

ステップ２１０９　：終了する。

以上の様にしてファイルが削除されると、仮想デバイス
からは見かけ上ファイルが削除された様に見えるが、Ｄ
ＥＬＥＴＥ属性の付加されていないディレクトリエント
リが光ディスクのファイルディレクトリ記録領域に記録
されているので、完全に元のファイルを復旧させること
は可能である。

第２２図は、本発明の他の実施例における消去可能型光
ディスクメモリでの記録状態を模式的に示した図である
。

（以下余白） 消去可能型光ディスクメモリにおいても追記型光デイス
クメモリの実施例がそのまま適用できるのは自明である
が、消去可能型光ディスクメモリでは必要のなくなった
データファイルを消去して同じブロックに新しいデータ
ファイルを書込むことができるので、仮想デバイスのデ
ータファイルアドレステーブルと光デイスクメモリのデ
ータファイル記録領域のブロックを１対１に対応させる
ことができる。

この場合、ファイルライトでデータファイルの記録はデ
ータファイル記録領域の対応ブロックアドレスに対して
行なうようにすれば、追記型光デイスクメモリのファイ
ルライトと同じシーケンスとなる。リードのシーケンス
とイニシャライズのシーケンスは追記型光デイスクメモ
リの実施例と同じである。

これよって、消去可能型光ディスクメモリの場合でも、
ファイル検索やファイル管理情報の書込みなどが仮想デ
バイス上で処理され、実際に光デイスクメモリにアクセ
スするのはデータファイルのリード・ライトと、ファイ
ルクローズ時のディレクトリデータの書込みに限られ、
高速なデータファイルの入出力が実現できる。

以上の実施例において、追記型光デイスクメモリを前提
としたものを、消去可能型光ディスクメモリ、磁気ディ
スクメディア、磁気テープメディアに適用することは可
能であり、また消去可能型光ディスクメモリを前提とし
たものを、磁気ディスクメディア、磁気テープメディア
に適用することも可能である。

［発明の効果］ 以上説明した様に、本発明によれば、システム本体メモ
リに設けられたランダムアクセスが可能な仮想ブロック
デバイスを通してすべてのファイルがアクセスされるの
で、同時に複数のファイルをオープンすることができ、
ファイルの有する任意のブロックに対してリード・ライ
１へをすることができるようになる。

また、ファイルの管理情報がすべて仮想デバイス上で処
理され、ファイルのクローズ時にそのフアイルに関係し
た仮想デバイスのテーブルが光デイスクメモリに記録さ
れるため、実際しこ光デイスクメモリにアクセスする回
数を低減でき、ファイルのメモリ消費効率も記録・再生
速度も向上させることができる。ファイルクローズを基
準にファイルのすべての管理情報が光ディスクに反映さ
れ、逆に電源投入時またはディスク交換時には光ディス
クから仮想デバイスが初期化できるので、システム本体
は電源のオン／オフやディスク交換を常に統制下に置く
ような必要はなくなる。

また、光デイスクメモリのファイルディレクトリ記録領
域の個々のファイルディレクトリデータは、光デイスク
メモリ上のアドレス情報を含んでいるので、特に、追記
型情報記録媒体では更新された旧ファイルを完全に復元
して読み出すことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図、第３図、第８図、第１６図、第２０図、第２２
図は、本発明の実施例における追記型光デイスクメモリ
の情報記録状態を示す説明図、第２図は本発明が適用さ
れる追記型光デイスクシステムのシステムブロック図、
第４図〜第７図、第９図〜第１５図、第１７図〜第１９
図、第２１図は、各実施例においてデータを記録再生す
るシーケンスを示すフローチャートである。 ２０・・・追記型光デイスクシステム、２１・・・追記
型光デイスクメモリ、 ２２・・・光デイスクドライブ・ ２３・・・リード・ライト制御部、 ２４・・・インタフェイス制御部、 ２５・・・外部制御システム、 ３１・・・追記型光デイスクメモリ、 ３２・・・内周記録不可領域、 ３３・・・外周記録不可領域、 ３４・・・記録済ファイルディレクトリ、３５・・・フ
ァイルディレクトリ領域（未記録）、３６・・・記録済
データファイル、 ３７・・・データファイル領域（未記録）。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、データファイルを先頭から順次記録するデータファ
   イル記憶領域とファイルディレクトリを先頭から順次記
   録するファイルディレクトリ記録領域とを有する情報記
   録媒体と、ブロック単位でランダム・リードライトアク
   セスが可能な仮想ブロックデバイスを格納するメモリと
   を備え、該仮想ブロックデバイスを通して前記仮想情報
   記録媒体にファイルを記録し、その再生を行う情報記録
   再生方式であって、 前記情報記録媒体のデータファイル記録領域にデータフ
   ァイルを記録したとき、当該データファイルについて前
   記仮想ブロックデバイス上で、当該データファイルのフ
   ァイル管理情報を登録するとともに、当該データファイ
   ルが記録された前記情報記録媒体のアドレスを、当該デ
   ータファイルに割り当てられた前記仮想ブロックデバイ
   ス上のアドレスに対応付け、 前記情報記録媒体に記録したデータファイルの読出しは
   、前記仮想ブロックデバイスを参照して当該データファ
   イルに割り当てられた仮想ブロックデバイス上のアドレ
   スから対応する情報記録媒体アドレスを導出して行う ことを特徴とする情報記録再生方式。 ２、前記情報記録媒体の前記データファイル記録領域へ
   のデータファイルの記録後、当該ファイルに関するファ
   イル管理情報および前記仮想ブロックデバイス・情報記
   録媒体間のアドレス対応情報を前記情報記録媒体のファ
   イルディレクトリ記録領域に記録することを特徴とする
   請求項１記載の情報記録再生方式。 ３、少なくともシステム電源投入時に、前記情報記録媒
   体のファイルディレクトリ記録領域の記録内容から上記
   仮想ブロックデバイスの内容を再現して仮想ブロックデ
   バイスに格納することを特徴とする請求項２記載の情報
   記録再生方式。 ４、前記ファイルディレクトリ記録領域に記録するアド
   レス対応情報に、ファイルの階層ディレクトリ構造を示
   す属性を付加することを特徴とする請求項２記載の情報
   記録再生方式。 ５、前記属性は、当該ファイルが通常のデータファイル
   であるか、ファイルディレクトリをデータファイルとす
   るディレクトリファイルであるかを識別するためのファ
   イル属性である請求項４記載の情報記録再生方式。 ６、前記属性は、前記ファイルディレクトリ記録領域に
   記録するファイルが階層ディレクトリのどの階層に位置
   するファイルであるかを識別するためのファイル属性で
   ある請求項４または５記載の情報記録再生方式。 ７、前記情報記録媒体に記録再生可能な最小単位（以下
   、セクタという）を複数個集めたものを前記仮想ブロッ
   クデバイスにおけるブロックとし、セクタ単位でファイ
   ルを記録した結果、ブロックの有するセクタアドレスデ
   ータ列の並びが連続でなくなった場合に、該セクタアド
   レスデータ列を前記データファイル記録領域に記録し、
   該記録アドレスを前記アドレス対応情報に利用すること
   を特徴とする請求項２記載の情報記録再生方式。 ８、ファイルの削除時に、前記仮想ブロックデバイスの
   有する情報のうち当該ファイルに関するファイル管理情
   報に、削除したファイルであることを示す属性を付加し
   たものと、該削除により再利用可能となったブロックの
   アドレス対応情報とを前記ファイルディレクトリ記録領
   域に記録することを特徴とする請求項１記載の情報記録
   再生方式。 ９、データファイルを任意のブロックに書換可能に記録
   するデータファイル記憶領域と該データファイルのファ
   イルディレクトリを先頭から順次記録するファイルディ
   レクトリ記録領域とを有する情報記録媒体と、ランダム
   ・リードライトアクセスが可能な仮想ブロックデバイス
   を格納するメモリとを備え、該仮想ブロックデバイスを
   通して前記仮想情報記録媒体にファイルを記録し、その
   再生を行う情報記録再生方式であって、 前記情報記録媒体のデータファイル記録領域の任意のブ
   ロックにデータファイルを記録した後、当該データファ
   イルについて前記仮想ブロックデバイス上で、当該デー
   タファイルのファイル管理情報を登録するとともに、当
   該ファイルに関するファイル管理情報を前記情報記録媒
   体のファイルディレクトリ記録領域に記録し、前記情報
   記録媒体に記録したデータファイルの読出しは、前記仮
   想ブロックデバイスを参照して当該データファイルに割
   り当てられた仮想ブロックデバイス上のアドレスから対
   応する情報記録媒体アドレスを導出して行う ことを特徴とする情報記録再生方式。 １０、追記型情報記録媒体を擬似的に書換可能記録媒体
   として使用する情報記録再生方式であって、 前記追記型情報記録媒体の記録領域をデータファイル領
   域とファイルディレクトリ領域とに分割しておき、他方
   、書換可能なランダムアクセスメモリを用意し、 データファイルの作成、更新時に、当該データを前記情
   報記録媒体のデータファイル領域の未書込み領域に書き
   込むとともに、該書込みアドレス情報を当該データファ
   イルに対応づけて前記ランダムアクセスメモリに記憶、
   更新し、前記データファイルの読出し時には、前記ラン
   ダムアクセスメモリに記憶された情報記録媒体のアドレ
   ス情報を参照して、前記情報記録媒体に記録された当該
   データファイルを読出し、前記データファイルの作成、
   更新終了時に、前記ランダムアクセスメモリに記憶され
   た当該データファイルに関するアドレス情報を当該デー
   タファイルと対応づけて前記ファイルディレクトリ領域
   の未記録領域に記録する ことを特徴とする情報記録再生方式。 １１、情報記録再生システムであって、 データファイルを先頭から順次記録するデータファイル
   記憶領域とファイルディレクトリを先頭から順次記録す
   るファイルディレクトリ記録領域とを有する情報記録媒
   体と、 ブロック単位でランダム・リードライトアクセスが可能
   な仮想ブロックデバイスを格納するメモリとを備え、 前記仮想ブロックデバイスは、前記情報記録媒体に記録
   されているファイルの名称および仮想ブロックデバイス
   上のファイル開始ブロックアドレスを格納するファイル
   エントリテーブルと、仮想ブロックデバイスの各ブロッ
   クアドレスに対して前記情報記録媒体のブロックアドレ
   スを割り当てるデータファイルアドレステーブルと、前
   記ファイルが有するすべてのブロックの特定情報を格納
   するブロックリンクテーブルとからなることを特徴とす
   る情報記録再生システム。