JPH02280243A - 追記型光学式記憶媒体のフォーマット方法 - 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】 目　　　次 Ａ、産業上の利用分野 Ｂ、従来の技術 Ｃ０発明が解決しようとする課題 り０課題を解決する手段 Ｅ、実施例 Ｅ−１，光ディスク Ｅ−２，コンピュータ・システム Ｅ−３，データ構造 Ｅ−４，経路ディレクトリ・ブロック ビー５．フアイル・ディレクトリ・ブロックピー６．経
路ディレクトリ・グループ、ファイル・ディレクトリ・
グループ及びデータ・ファイル領域相互の関係 Ｅ−７，ＰＶＲテーブルの動作 Ｅ−８，ＰＶＲレコード Ｅ−９，ＦＤＧルック・アサイド・バッファの動作 Ｅ−１０，新しい経路の発生 Ｅ−１１，データ・ファイルの書込み Ｅ−１２，データ・ファイルの読出し Ｆ６発明の効果 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、データ処理分野に関し、特にディレクトリ構
造を利用することによってＷＯＲＭ光学媒体を効果的に
利用することに関する。

Ｂ、従来の技術 大容量の追記型即ちＷＯＲＭ光学記憶媒体は近年、手頃
な価格で入手できゐようになってきた。

そこでこれまでは紙やＸ線などの形で倉庫や地下室に保
管されていた多量のデータ、例えばイメージ・データな
どを効果的且つ経済的に記憶するための新しいアプリケ
ーションがＷＯＲＭ光学記憶媒体を使用するようになっ
ている０通常は、成るまとまったデータ即ち１ボリユー
ムのデータがＷＯＲＭ光ディスクの一方の面に記憶され
ている。

１つの光学的ボリュームは１５４，０００件の文書か又
は１９，０００件のイメージを記憶することができる。

この多量のデータを記憶するには、従来の磁気ディスケ
ットなら２，７００枚以上が。

必要であろう、光学式ライブラリか又は大容量記憶装置
（これはまた［ジューク・ボックス」又はＭＯ８Ｄとし
ても知られている）に複数枚の光ディスクが置かれるな
ら、２，０００万件までの文書を記憶することができる
。

数十枚の文書や他のデータ・ファイルを１個のＷＯＲＭ
ボリュームに記憶させることができるという性能は非常
に素晴しいが、大きな問題が１つある。それは記憶され
た多数のファイルの中から１つのファイルを容易に、迅
速に、且つ効果的に見つけ出せるようにそれらのファイ
ルを構成するのが難しいことである。この問題を解決す
るための従来の試みでは、種々の構造のディレクトリを
使用することである。しかし、ＷＯＲＭ技術の元媒体に
独得の要求というのは、ディレクトリ中のデータの消去
ができないので、従来のディレクトリ構造を使用できな
いことである。

１つの従来のディレクトリ構造は、ＷＯＲＭボリューム
の初めから順にデータを書込み、またＷＯＲＭボリュー
ムの終りから順にディレクトリ・エントリを書込む、デ
ィレクトリとデータはボリュームの中央に向ってふえて
いく、この構造はＷＯＲＭボリュームのスペースを無駄
にしない利点があるが、ディレクトリ・エントリを見つ
けるのと対応するデータを見つけるのとの間のアクセス
時間が非常に長くかかる。何故なら、ディレクトリ・エ
ントリとデータとの間の平均距離はディスク全体の１／
２だからである。更に、この構造は。

幾つかの経路を含むマルチ・レベルのツリー構造を効果
的に支援することができない。このようなマルチ・レベ
ルのツリー構造というのは、関連するファイル同志を互
いにグループにするのに使用できる構造であり、光ディ
スクにとって重要な機能を与えるツールである。

従来の他のディレクトリ構造は、一連のディレクトリ領
域と、それらに隣接するデータ領域とが互いに介在する
ような配列即ちインターリーブ配列になるようＷＯＲＭ
ボリュームをセグメント化している。複数個のファイル
が１つのデータ領域に置かれる際、そのファイルに対応
する１つのディレクトリ・エントリがその隣りのディレ
クトリ領域に置かれる。そのディレクトリ領域中の最後
のディレクトリ・エントリが使用されるとき、新しいデ
ィレクトリ領域とデータ領域とが生成される。この場合
、古いデータ領域には通常未だスペースが残っているが
、その隣りのディレクトリ領域が一杯なので、その古い
データ領域にはこれ以上のデータを書込めない。この構
造は、ディレクトリとその対応するデータとが互いに直
ぐ隣りにディスク上で位置づけられているので、ディレ
クトリ・エントリを見つけるのと、その対応するデータ
を見つけるのとの間のアクセス時間が短くなる利点があ
る。しかしこの構造は、ＷＯＲＭボリューム上の価値の
ある大量のスペースを無駄にしてしまう。この構造は幾
つかの経路を含むマルチ・レベルのツリー構造を支援す
るのに使用することができるが、それ程効果的にはでき
ない、各ディレクトリ領域が互いに入り乱れた全ての経
路に対するディレクトリ・エントリを含むからである。

Ｃ１発明が解決しようとする課題 従って本発明の第１の目的は、コンピュータ・システム
のメモリを効果的に使用できるようにすることにある。

本発明の他の目的は、成るディレクトリ構造を使用する
ことによってＷＯＲＭ光学媒体を効果的に使用できるよ
うにすることにある。

本発明の他の目的は、ＷＯＲＭボリューム上の高価なス
ペースを無駄にしないＷＯＲＭ光学媒体用のディレクト
リ構造を提供することにある。

本発明の他の目的は、ＷＯＲＭボリューム上でディレク
トリ・エントリを見つけるのと、その対応するデータを
見つけるのとの間のアクセス時間ができるだけ少なくて
済むＷＯＲＭ光学媒体用のディレクトリ構造を提供する
ことにある。

本発明の他の目的は、幾つかの経路を含むマルチ・レベ
ル・ツリー構造を、効果的且つ有機的な能様で支援する
、ＷＯＲＭ光学媒体用のディレクトリ構造を提供するこ
とにある。

０６課題を解決する手段 上記の目的は、下記のＷＯＲＭ光学媒体用のディレクト
リ構造によって達成される。

１つのＷＯＲＭボリュームが、１つの経路ディレクトリ
・グループと、１つのファイル・ディレクトリ・グルー
プと、１つのデータ・ファイル領域とを含む、そのデー
タ・ファイル領域の後には、別の１つ又は複数のファイ
ル・ディレクトリ・グループと、１つ又は複数のデータ
ファイル領域を有することができる。その経路ディレク
トリは複数個の経路ディレクトリ・ブロックを含む、各
経路ディレクトリ・ブロックは、１つの経路ディレクト
リ・エントリを含む、各経路ディレクトリ・エントリは
１つのファイル・ディレクトリ・グループについての位
置情報を有する。

１つのファイル・ディレクトリ・グループは、複数個の
ファイル・ディレクトリ・ブロックを含む、各ファイル
・ディレクトリ・ブロックは複数個のファイル・ディレ
クトリ・エントリを含む。

各ファイル・ディレクトリ・エントリは、１つのデータ
・ファイル領域に位置づけられた１つのデータ・ファイ
ルについての位置情報を有する。１つのファイル・ディ
レクトリ・グループに関連する全てのデータ・ファイル
が、同じ経路名を有するようにして関連づけられる。従
って、マルチ・レベル・ツリー構造中で新しい経路が定
義される毎に１つのファイル・ディレクトリ・グループ
が生じる。

ユーザがＷＯＲＭボリューム上に第１の経路を定義する
とき、その経路のため１つのファイル・ディレクトリ・
グループが生じる。このファイル・ディレクトリ・グル
ープを指示する１つの経路ディレクトリ・エントリがそ
の経路ディレクトリ・グループに書込まれる。この経路
名を有する１個又は複数個のファイルがこのファイル・
ディレクトリ・グループの次の第１のデータ・ファイル
領域に書込まれる。第１のデータ・ファイル領域は、デ
ータがその中に書込まれるにつれて大きくなる。

第２の経路が定義されるとき、第１のデータ・ファイル
領域が閉じ、第２のファイル・ディレクトリ・グループ
が、ＷＯＲＭボリューム上の第１のデータ・ファイル領
域の次に生じ、これによって多少スペースはあっても殆
ど無駄にしない。その経路ディレクトリ・グループは、
新しい経路ディレクトリ・エントリがこの新しいファイ
ル・ディレクトリ・グループを指示するようにして更新
される。この第２経路名を有するファイルは、成長する
第２データ領域に書込まれる。ここでもしユーザが第１
経路名を有するファイルをディスクに書込ませたいので
あれば、ファイル・ディレクトリ・エントリが第１のフ
ァイル・ディレクトリ・グループに置かれるが、そのフ
ァイル自体は成長する第２のデータ・ファイル領域に書
込まれる。

このようにして、複数個のファイルは、共通の経路名に
よりディレクトリ・エントリと関連づけられる。このよ
うなファイルは、その関連するディレクトリ・エントリ
と比較的近く置かれる傾向があるが、ディスク上の物理
的な位置で関連づけられる必要はないのである。

第３の経路が定義されるとき、第２のデータ・ファイル
領域が閉じ、第３のファイル・ディレクトリ・グループ
が生成される。そして経路ディレクトリ・エントリが経
路ディレクトリ・グループに付加され、更に新しい幾つ
かのファイルがその成長する第３のデータ・ファイル領
域に書込まれる。１つのファイル・ディレクトリ・エン
トリは。

そのＷＯＲＭボリュームに書込まれた夫々の新しいファ
イル毎にその新しいファイルの経路に従って、第１、第
２又は第３のいずれかのファイル・ディレクトリ・グル
ープに置かれる。このプロセスは新しい経路が定義され
るのに応じて続けられる。

その経路のためにもっと多くのファイル・ディレクトリ
・エントリを記憶できるスペースが成るファイル・ディ
レクトリ・グループでなくなれば、新しいファイル・デ
ィレクトリ・グループが割当てられる。古いファイル・
ディレクトリ・グループの最後のブロック及び新しいフ
ァイル・ディレクトリ・グループの第１のブロックの一
方が他方を、或いは他方が一方を指示する。この二重に
リンクされたチェーンは、共通の経路を有するファイル
・ディレクトリ・グループを順方向又は逆方向にサーチ
（検索）できるようにする。この技法はまたＷＯＲＭボ
リュームの物理的なスペースの限界だけは受けるが、Ｗ
ＯＲＭボリューム上の経路あたりのデータ・ファイルの
数は無制限にできる。

同様に、新しい経路のためにより多くの経路ディレクト
リ・エントリを記憶するスペースが成る経路ディレクト
リ・グループでは足りない場合、新しい経路ディレクト
リ・グループが割当てられる、その古い経路ディレクト
リ・グループの最後のブロックは、新しい経路ディレク
トリ・グループの第１のブロックを指示するか、逆に後
者が前者を指示する。この二重リンク・チェーン（連鎖
）は、経路ディレクトリ・グループを順方向か又は逆方
向かにサーチすることができる。この技法もまたＷＯＲ
Ｍボリュームの物理的なスペースの制限を受けるだけで
、ＷＯＲＭボリューム上に無制限の数の経路を置くこと
を可能にする。

好適な実施例では、磁気メモリの補完的に使用すること
により、ＷＯＲＭボリュームへのファイルの読出し及び
書込みのアクセス時間を少なくできる。磁気メモリの一
部に、経路ボリューム参照（ＰＶＲ）テーブルがある。

このＰＶＲテーブルは、定義した経路あたり１個のＰＶ
Ｒレコードを含む。各ＰＶＲレコードは、複数個のＰＶ
Ｒファイル・ディレクトリ・エントリを含む。新しい経
路が定義されるとき、新しいＰＶＲレコードが生成され
、そして新しいファイル・ディレクトリ・グループのた
めのスペースがそのＷＯＲＭボリューム上に割当てられ
る。この経路のための新しいデータ・ファイルがＷＯＲ
Ｍボリュームのデータ・ファイル領域に書込まれるので
、その関連するファイル・ディレクトリ・エントリはＰ
ＶＲファイル・ディレクトリ・エントリのようにＰＶＲ
レコード中にバッファされる。そのＰＶＲレコードが一
杯になるとき、新しいファイル・ディレクトリ・ブロッ
クがＷＯＲＭボリュームのファイル・ディレクトリ・グ
ループに書込まれる。

ユーザがＷＯＲＭボリュームから１つのデータ・ファイ
ルを読出したいとき、そのファイル名がＰＶＲファイル
・ディレクトリ・エントリにあるが否か調べるためその
ＰＶＲテーブルが先ずチエツクされる。もしもあれば、
そのデータ・ファイルのＷＯＲＭボリューム上の位置が
分り、そのデータ・ファイルを読出すために、そのＷＯ
ＲＭボリューム上でその経路ディレクトリ・グループ若
しくはそのファイル・ディレクトリ・グループをサーチ
する必要はない、またそのファイル名がたとえ１つのＰ
ＶＲファイル・ディレクトリ・エントリにないとしても
、その正しいファイル・ディレクトリ・グループの位置
はＰＶＲテーブルから決定できる。従ってＷＯＲＭボリ
ューム上の経路ディレクトリ・グループをサーチする必
要はない。

ＷＯＲＭボリュームにファイルを読込んだり書込んだり
するアクセス時間は、好適な実施例で磁気メモリ中に位
置づけられたＰＶＲテーブルに加え、ランダム・アクセ
ス・メモリ（ＲＡＭ）を使用することによって更に短縮
できる。ＲＡＭの第１の部分はＰＶＲレコード・バッフ
ァを含む。現在作動中のＰＶＲテーブルからのＰＶＲレ
コードはＲＡＭ中のＰＶＲバッファの中に読込まれる。

ＰＶＲレコードへのその後の動作が高速ＲＡＭで行なわ
れる。

ＲＡＭの第２の部分は、ルック・アサイド・バッファを
含む、現在勤作中のファイル・ディレクトリ・グループ
はそのＷＯＲＭボリュームから、ＲＡＭ中のルック・ア
サイド・バッファの中に読出される。前述のとおり、ユ
ーザがＷＯＲＭボリュームからデータ・ファイルを読出
したいとき。

そのＰＶＲテーブルを最初に見て、そのファイル名がＰ
ＶＲファイル・ディレクトリ・エントリ中に存在するか
否かをチエツクする。もし存在すれば、ＷＯＲＭボリュ
ーム上のデータ・ファイルの位置が分り、そのデータ・
ファイルを読出すためにＲＡＭ中のルック・アサイド・
バッファをサーチしたり、ＷＯＲＭボリューム上のファ
イル・ディレクトリ・グループや経路ディレクトリ・グ
ループをサーチしたりする必要がない。もしもそのファ
イル名がＰＶＲファイル中になければ、その所望のファ
イルを指示するファイル・ディレクトリ・エントリを含
むファイル・ディレクトリ・グループが、ＲＡＭ中のル
ック・アサイド・バッファの中に読出される。もしも次
にユーザが同じファイル・ディレクトリ・グループと関
連するファイルを読出したい場合、ＷＯＲＭボリューム
上のファイルの位置がルック・アサイド・バッファ中に
位置づけられ、そしてそのファイルはそのＷＯＲＭボリ
ューム上のファイル・ディレクトリ・、グループをサー
チすることなく迅速且つ直接に読出すことができる。

Ｅ、実施例 Ｅ−１，光ディスク 第１図は、本発明の光ディスクを示す、光ディスク１０
０は、追記型（ＷＯＲＭ）媒体であり、その両面にデー
タを含むことができる。好適な実施例のＷＯＲＭボリュ
ーム１１０は、光ディスク１００（７）一方の側にあり
、ｒＰＡＹＲＯＬＬ　（給与支払い）」というようなボ
リューム名乃至逐次番号を与えられる。第２のボリュー
ム１０５は。

光ディスク１００の反対側に位置づけられる。

Ｅ−２，コンピュータ・システム 第２図は、本発明のコンピュータ・システム２００のブ
ロック図を示す、コンピュータ・システム２００は、プ
ロセッサ２１０、デイスプレィ２２０、光学接続装置イ
ンターフェイス２３０、磁気メモリ２４０、ＲＡＭ　２
５０及び光学駆動装置２６０から成る。光学駆動装置２
６０は、光学ディスク差入口２６１及び光学媒体読取・
書込機構２６２より成る。光学駆動装置２６０により光
ディスク１００に書込みや読取りが行なわれる。

プロセッサ２１０はメモリ・マネジャ２１１を含む、メ
モリ・マネジャ２１１は、光学接続装置インターフェイ
ス２３０を介して光学駆動装置２６０へのアクセスを制
御する。メモリ・マネジャ２１１はまた磁気メ−Ｔ−Ｉ
Ｊ２４０及びＲＡＭ２５０で実行される補完的な機能と
、デイスプレィ２２０を介してのコンピュータ・ユーザ
へのインターフェイスとを制御する。メモリ・マネジャ
２１１の動作は第９図乃至第１２図と関連して後述する
ことになろう。

メモリ・マネジャ２１１と、デイスプレィ２２０光学駆
動装置２６０．ＲＡＭ２５０及び磁気メモリ２４０との
間を直接結ぶ接続線が示されているが、これらの接続が
、電話線やローカル・エリア・ネットワーク等のコミュ
ニケーション・ラインを介し遠隔地間で行なわれても良
い。またプロセッサ２１０だけが示されているが、複数
個のプロセッサや特殊目的のハードウェアが使用されて
。

メモリ・マネジャ２１１の機能を実行するのに使用され
ても良い。

好適な実施例では、コンピュータ・システム２００は、
デイスプレィ及び光学駆動装置を接続したＩＢＭ５３６
３コンピュータであるが、任意のコンピュータ・システ
ムを使用することができる。

Ｅ−３，データ構造 第３図は、ＷＯＲＭボリューム１１０に書込まれるデー
タを管理するためメモリ・マネジャ２１１により使用さ
れるデータ構造の全体を示す、ＷＯＲＭボリューム１１
０は、ボリューム・ラベル・グループ１２０、経路ディ
レクトリ・グループ１３０、ファイル・ディレクトリ・
グループ１４０及びデータ・ファイル領域１５０を含む
。データ・ファイル領域１５０の後には、別のファイル
・ディレクトリ・グループ１６０及びデータ・ファイル
領域１７０が続き、又必要に応じボリューム・ラベル・
グループ及び経路ディレクトリ・グループが続く、ボリ
ューム・ラベル・グループ１２０は、第４Ａ図に詳細に
示すように、複数個のボリューム・ラベル・ブロックを
含む、好適な実施例では、ボリューム・ラベル・グルー
プ１２０が３２にバイトの大きさであるが、任意の適当
な大きさが使用できよう、好適な実施例では、各ボリュ
ーム・ラベル・ブロックはＩＫバイトの大きさであり、
従ってボリューム・ラベル・グループ１２０中に、３２
個までのボリューム・ラベル・ブロックが存在し得る。

ＷＯＲＭボリューム１１０が追記型なの−で、そのボリ
ューム・ラベルは、もしもユーザがそれを変えようとし
ても消去できない、しかし、ボリューム・ラベル・グル
ープ１２０は、新しいボリューム・ラベル・ブロックを
書込むことによって、名前を変えようとしたり初期条件
づけを変えようとしたりするボリュームのための特別の
スペースを提供する。最後のボリューム・ラベル・ブロ
ックは、ボリューム名を調べるため読出される。３１回
よりも多くボリューム１１０の名前をユーザが変えたい
場合というのは滅多にないが、その場合は新しいボリュ
ーム・ラベル・グループが割当てられる、古いボリュー
ム・ラベル・グループの最後のブロックは、新しいボリ
ューム・ラベル・グループの最初のブロックを指示する
。このチェーンはそのボリューム・ラベル・グループを
順方向にサーチすることができる。この技法はまた、Ｗ
ＯＲＭボリュームの物理的な空間の制限を受けるだけで
、無制限の回数、ボリュームの名前を変えることができ
る。

第４Ａ図のボリューム・ラベル・ブロック５００を構成
するフィールドを、第５図に詳細に示す。

フィールド５０１は、そのＷＯＲＭボリューム１１０が
適正なフォーマットであることを検証するためメモリ・
マネジャ２１１により使用されるストリングｒＶＯＬＩ
Ｊを含む、フィールド５０２は、ＷＯＲＭボリューム１
１０のための名称又は逐次番号を含む。フィールド５０
３は、日付を含み、フィールド５０４はこのボリューム
が最後に開始された時刻を含む。フィールド５０５は第
１経路デイレクトリ・グループ１３０のブロック・アド
レスを含む、ボリューム・ラベル・ブロック５００中の
情報の残りは、本発明に関係ない。

第３図に再びふれると、経路ディレクトリ・グループ１
３０は、第４Ｂ図に詳細に示すように、複数個の経路デ
ィレクトリ・ブロックを含む。好適な実施例では、経路
ディレクトリ・グループ１３０の大きさは３２にバイト
であるが、任意の大きさのを使用できよう、各経路ディ
レクトリ・ブロックはＩＫバイトの大きさである。従っ
て経路ディレクトリ・グループ１２０中に３２個までの
経路ディレクトリ・ブロックをおくことができる。

定義した経路あたり１個の経路ディレクトリ・ブロック
が、経路ディレクトリ・グループ１３０中に置かれる。

各経路ディレクトリ・ブロックはその経路に対応するフ
ァイル・ディレクトリ・グループを指示する位置情報を
含む。

Ｅ−４，経路ディレクトリ・ブロック 経路ディレクトリ・ブロック６００は、経路ディレクト
リ・ブロック・ヘッダ６１０及び経路ディレクトリ・エ
ントリ６５０を含む。第４Ｂ図の経路ディレクトリ・ブ
ロック６００を構成するフィールドを第６図に詳細に示
す。ヘッダ６１０はフィールド６１１，６１２及び６１
４を含む。フィールド６１１は、このブロックを適正な
経路ディレクトリ・ブロックとして定義するストリング
’５ＶＴＥ’　を含む。フィールド６１２は、このブロ
ックに含まれるその数の経路ディレクトリ・エントリを
含む、好適な実施例では、１つの経路ディレクトリ・ブ
ロックに１つだけの経路ディレクトリ・エントリを含む
、しかし、もし１個よりも多くの経路ディレクトリ・エ
ントリが１経路デイレクトリ・エントリ当り必要であれ
ば、フィールド６１２は、それより多くの数だけ含むこ
とができ、更に別の経路ディレクトリ・エントリを、経
路ディレクトリ・ブロック６００中の経路ディレクトリ
・エントリ６５０の後に続けることができよう。

フィールド６１４は、経路ディレクトリ・グループ中の
次のか或いはその前の経路ディレクトリ・ブロックを示
すポインタを含む、このフィールドは複数個Ｑディレク
トリ・グループがある場合。

それらを二重につなぎ合せる（ダブル・チェーン）のに
使用される。もしも新しい経路のためもっと多くの経路
ディレクトリ・ブロックを記憶するスペースが、１つの
経路ディレクトリ・グループに足りなくなった場合、新
しい経路ディレクトリ・グループが割当てられる。フィ
ールド６１４は、古い経路ディレクトリ・グループの最
後のブロックに、新しい経路ディレクトリ・グループの
最初のブロックを指示したり、その逆を指示したりする
ことができるようにする。このダブル・リンク・チェー
ンは、経路ディレクトリ・グループを順方向にも逆方向
にもサーチできるようにする。この技法はまたＷＯＲＭ
ボリューム上に無制限の数の経路を許容し、ただＷＯＲ
Ｍボリュームの物理的なスペースの限界に依存するだけ
である。

経路ディレクトリ・エントリ６５０はフィールド６５１
乃至６５５を含む、これらのフィールドは、特定の経路
のためのファイル・ディレクトリ・グループについての
位置情報を与える。１経路名の例トシテ、ＤＩＶＩＯ／
ＲＯＣＨＥＳＴ／ＤＥＰＴ９１７／ＭＡＲ８９とするこ
とができよう。

４４バイトまでの経路名がフィールド６５１で使用でき
よう、フィールド６５２は、この経路のためのファイル
・ディレクトリ・グループの長さをバイト単位で示す、
フィールド６５３は、この経路のためのファイル・ディ
レクトリ・グループの開始ブロック・アドレスを含む。

フィールド６５４は、この経路のためのファイル・ディ
レクトリ・グループの長さをブロック単位で含む。フィ
ールド６５５は、この経路ディレクトリ・エントリが書
込まれた日付及び時刻を含む。

第３図を再び参照すると、ファイル・ディレクトリ・グ
ループ１４０は、第４Ｃ図に詳細に示すような複数個の
ファイル・ディレクトリ・ブロックを含む。好適な実施
例では、ファイル・ディレクトリ・グループ１３０の大
きさは３２にバイトであるが、任意の都合の良い大きさ
を使用することができよう、各ファイル・ディレクトリ
・ブロックの大きさはＩＫバイトであるから、３２個ま
でのファイル・ディレクトリ・グループ１３０中に存在
し得る。

１個のファイル・ディレクトリ・ブロックが複数個のデ
ータ・ファイルのためのファイル・ディレクトリ・グル
ープ１３０中に置かれる。好適な実施例では、ファイル
・ディレクトリ・ブロック７００が、ファイル・ディレ
クトリ・エントリ７５ｏのような複数個のファイル・・
ディレクトリ・エントリと、ファイル・ディレクトリ・
ブロック・ヘッダ７１０とを含む、好適な実施例では、
ファイル・ディレクトリ・ブロックあたり３０個のファ
イル・ディレクトリ・エントリがある。各ファイル・デ
ィレクトリ・エントリは、１つのデータ・ファイルを指
示する位置情報を含む。１フアイル・ディレクトリ・グ
ループあたり３２個のファイル・ディレクトリ・ブロッ
ク、及び１フアイル・ディレクトリ・ブロックあたり３
０個のファイル・ディレクトリ・エントリがあり得るの
で、９６０個までのデータ・ファイルが、ファイル・デ
ィレクトリ・グループあたり関連づけられる。もしも１
個のファイル・ディレクトリ・グループに、その経路あ
たり、もっと多くのファイル・ディレクトリ・ブロック
を記憶することができるだけのスペースがなくなれば、
新しいファイル、ディレクトリ・グループが割当てられ
る。古いファイル・ディレクトリ・グループの最後のブ
ロックが新しいファイル・ディレクトリ・グループの最
初のブロックを指示したり、その逆を指示したりする。

このダブル・リン・りのチェーンが、共通の経路を有す
るファイル・ディレクトリ・グループを、順方向にも逆
方向にもファイルをサーチすることができるようにする
。この技法はまたＷＯＲＭボリューム上で１つの経路あ
たりの無制限の数のデータ・ファイルを許容する。但し
、ＷＯＲＭボリュームの物理的なスペースの制限はある
。

Ｅ−５，ファイル・ディレクトリ・ブロックファイル・
ディレクトリ・ブロック７００を構成するフィールドが
第７図に詳細に示される。ヘッダ７１０はフィールド７
１１乃至７１４を含む。

フィールド７１１は、正しいファイル・ディレクトリ・
ブロックとしてこのブロックを定義するストリング’Ｄ
ＶＴＥ’　を含む。フィールド７１２はこのブロックに
含まれるファイル・ディレクトリ・エントリの数を含む
。この値は好適な実施例では３０までに設定されても良
い。フィールド７１３はこのファイル・ディレクトリ・
グループに関連する経路名を含む、１つの特定のファイ
ル・ディレクトリ・グループ中の全てのファイル・ディ
レクトリ・ブロックが同じ経路名を有する。この経路名
は、ファイル・ディレクトリ・グループを指示する経路
ディレクトリ・ブロックと同じである。新しいデータ・
ファイルのためもつと多くのファイル・ディレクトリ・
エントリを記憶することができるだけのスペースがなく
なった場合、この経路のために新しいファイル・ディレ
クトリ・グループが割当てられる。フィールド７１４は
、古いファイル・ディレクトリ・グループの最後のブロ
ックが新しいファイル・ディレクトリ・グループの最初
のブロックを指示したり、その逆を指示したりすること
ができる。従って既に説明したように、同じ経路のため
のファイル・デイレクトリ・グループのダブル・リンク
・チェーンができることになる。

ヘッダ７１０の後には、ファイル・ディレクトリ・エン
トリ７５０などの複数個のファイル・ディレクトリ・エ
ントリが続く、ファイル・ディレクトリ・エントリ７５
０はフィールド７５１乃至７５６を含む。これらのフィ
ールドは、特定のデータ・ファイルについての位置情報
を提供する。

フィールド７５１はそのデータ・ファイルの名称を含む
、データ・ファイル名の１例は、「ＳＢｅｒｇｅ　Ｊと
なろう、このデータ・ファイル名をその経路名（経路デ
ィレクトリ・ブロック６００のフィールド６５１に位置
する）と組合せると、ＤＩＶｌ　０／ＲＯＣＨＥＳＴ／
ＤＥＰＴ９１７／ＭＡ　Ｒ８９／　Ｓ　Ｂａｒｇｅとな
る。そして、それは「ＰＡＹＲＯＬＬＪと名付けたＷＯ
ＲＭボリューム上にあるので、第９１７部門、第１０部
のロチェスタにいるＳｕｅ　Ｂｅｒｇｅという従業員の
１９８９年３月の給与支払い情報を含むことになる。そ
の後に続くファイル・ディレクトリ・エントリが、第９
１７部門の他の従業員の１９８９年３月の給与支払い情
報を含むデータ・ファイルを指示するのに使用されても
良い。

フィールド７５３は、そのデータ・ファイルの長さをバ
イト単位で含む、フィールド７５４は、そのデータ・フ
ァイルの開始アドレスを含む。フィールド７５５はデー
タ・ファイルの長さをブロック単位で含む。フィールド
７５６は、この経路ディレクトリ・エントリが書込まれ
た日付は及び時刻を含む。

Ｅ−６，経路ディレクトリ・グループ、ファイル・ディ
レクトリ・グループ及びデータ・ファイル領域相互の関
係 ここで第３図を再び参照して、経路ディレクトリ・グル
ープ、ファイル・ディレクトリ・グループ及びデータ・
ファイル領域相互間の関係を説明しよう。ユーザがＷＯ
ＲＭボリューム上の第１の経路を定義するとき、ファイ
ル・ディレクトリ・グループ１４０が、その経路ために
生成される。

ファイル・ディレクトリ・グループ１４０を指示する経
路ディレクトリ・エントリが経路ディレクトリ・グルー
プ１３０に書込まれる。この経路名を有するファイルが
データ・ファイル領域１５０に最初に書込まれる。デー
タ・ファイル領域１５０は、データがそれに書込まれる
につれて成長する。

第２の経路が定義されるとき、データ・ファイル領域１
５０が閉じ、そのＷＯＲＭボリューム上で、データ・フ
ァイル領域１５０の次に、ファイル・ディレクトリ・グ
ループ１６０が生成され。

これによって何らスペースを無駄にしない。経路ディレ
クトリ・グループ１３０は、ファイル・ディレクトリ・
グループ１６０を指示する新しい経路ディレクトリ・エ
ントリで以って更新される。

この第２の経路名を有するデータ・ファイルが、成長す
るデータ・ファイル領域１７０の中に書込まれる。もし
もユーザが第１の経路名を有するファイルをディスクに
書込ませたい場合、１個のファイル・ディレクトリ・エ
ントリがファイル・ディレクトリ・グループ１４０中の
ファイル・ディレクトリ・ブロックの置かれるが、ファ
イルそのものはデータ・ファイル領域１７０に書込まれ
る。

このようにして、複数個のファイルは、ディスク上の物
理的な位置とは必ずしも関係ない共通の経路名によって
、ファイル・ディレクトリ・エントリと関連づけられる
。もっともそれらのファイルは、その関連するディレク
トリ・エントリに比較的近くに置かれることが多い、こ
の方法によれば、複数の経路によって組識されるディレ
クトリ構造を導入するためにアクセス時間を幾分犠牲に
する。

しかしこのアクセス時間がほんの少し長くなっても、後
で詳述するように、ＰＶＲテーブル２４５、ファイル・
ディレクトリ・グループ・ルックアサイド・バッファ２
５３、及びＰＶＲレコード・バッファ２５４を用いて、
十二分に補なえる。

第３の経路が定義されるとき、データ・ファイル領域１
７０が閉じ、第３のファイル・ディレクトリ・グループ
が生じ、経路ディレクトリ・エントリが経路ディレクト
リ・グループ１３０に加えられ、新しいファイルが、そ
の成長する第３のデ−タ・ファイル領域に書込まれる。

ファイル・ディレクトリ・エントリが、新しいファイル
の経路に依って、そのＷＯＲＭボリュームに書込まれる
。

各々の新しいファイル毎に、ファイル・ディレクトリ・
グループ１３０、ファイル・ディレクトリ・グループ１
４０、又は第３のファイル・ディレクトリ・グループに
置かれる。この過程は、新しい経路が定義されるにつれ
、続行する。好適な実施例で、３２個よりも多くの経路
が定義されるならば、新しい経路ディレクトリ・グルー
プが割当てられることは既に説明してきたとおりである
。

Ｅ−７，ＰＶＲテーブルの動作 ここで第３図を再び参照して、磁気メモリ２４０に位置
づけられたＰＶＲテーブル２４５の動作を説明しよう。

磁気メモリ（光メモリでも良い）２４０の一部に経路ボ
リューム参照（ＰＶＲ）テーブル２４５がある。ＰＶＲ
テーブル２４５は第４Ｄ図に詳細に示す、ＰＶＲテーブ
ル２４５は、ＰＶＲレコード８００のような複数個のＰ
ＶＲレコードを含む。ＰＶＲレコード８００は、ＰＶＲ
ヘッダ８１０及びＰＶＲファイル・ディレクトリ・エン
トリ８５０などの複数個のＰＶＲファイル・ディレクト
リ・エントリを含む。

ＰＶＲテーブル２４５は、全ＷＯＲＭボリュームに対し
、定義した１個の経路あたり１個のＰｖＲレコードを含
む、各ＰＶＲレコードは、複数個のＰＶＲファイル・デ
ィレクトリ・エントリを含む、新しい経路が定義される
とき、新しいＰＶＲレコードが生成され、新しいファイ
ル・ディレクトリ・グループのためのスペースがＷＯＲ
Ｍボリューム上に割当てられる。この経路のための新し
いデータ・ファイルがＷＯＲＭボリュームのデータ・フ
ァイル領域に書込まれる際、関連するファイル・ディレ
クトリ・エントリが、ＰＶＲファイル・ディレクトリ・
エントリのようなＰＶＲレコードの中に緩衝記憶される
。ＰＶＲレコードが一杯になるとき、新しいファイル・
ディレクトリ・ブロックが、そのＷＯＲＭボリュームの
ファイル・ディレクトリ・グループに書込まれる。

ユーザがＷＯＲＭボリュームからデータ・ファイルを読
出したいとき、そのファイル名がＰＶＲファイル・ディ
レクトリ・エントリに存在するか否かを調べるためＰＶ
Ｒテーブルが先ずチエツクされる。もしも存在すれば、
ＷＯＲＭボリューム上のデータ・ファイルの位置が既知
となり、そのデータ・ファイルを読出すためそのＷＯＲ
Ｍボリューム上の経路ディレクトリ・グループやファイ
ル・ディレクトリ・グループをサーチする必要はない。

たとえファイル名がＰＶＲファイル・ディレクトリ・エ
ントリになくても、正確なファイル・ディレクトリ・グ
ループの位置がＰＶＲテーブルから決定されることがで
きる。従ってＷＯＲＭボリューム上の経路ディレクトリ
・グループをす−チする必要はない。

Ｅ−８，ＰＶＲレコード ＰＶＲレコード８００を構成するフィールドの詳細を第
８図に示す。ヘッダ８１０にはフィールド８１１及至８
１９がある。フィールド８１１はこのＰＶＲレコード中
の全てのＰＶＲファイル・ディレクトリ・エントリの経
路名を含む、フィールド８１２は、これへの経路が割当
てられたＷＯＲＭボリュームのボリューム名又は逐次番
号を含む。フィールド８１３は、書込もうとする次のフ
ァイル・ディレクトリ・ブロックのアドレスを含む。フ
ィールド８１４は、現在のファイル・ディレクトリ・グ
ループのブロック・アドレスを含む。

フィールド８１５は、ＰＶＲレコードの発生日を含む、
フィールド８１６は、この経路のため、前からあるファ
イル・ディレクトリ・グループがあれば、そのアドレス
を含む、このアドレスは、既に説明してきたように、経
路あたりの全てのファイル・ディレクトリ・グループの
チェーン化を許容するよう記憶される。この逆方向のチ
ェーンは、所望のデータ・ファイルに関係するディレク
トリ・エントリをサーチするとき使用される。このディ
レクトリ・エントリは、ＷＯＲＭボリューム１１０上の
データ・ファイルのアドレスを位置決めするため見つけ
られる必要がある。

フィールド８１８は、媒体の型を表示するインジケータ
を含む、好適な実施例では、この値は光ディスクを示す
が、ディスケットやテープなど他の媒体を示しても良い
、フィールド８１９は、ＰＶＲレコード（第４Ｄ図）に
位置づけられた現在のＰＶＲファイル・ディレクトリ・
エントリ（ＰＶＲファイル・ディレクトリ・エントリ８
５０か又はその後のＰＶＲファイル・ディレクトリ・エ
ントリ）を指示する。

ＰＶＲファイル・ディレクトリ・エントリ８５０は、第
７図のファイル・ディレクトリ・エントリ７５０と同じ
フィールドを含む。ＰＶＲファイル・ディレクトリ・エ
ントリ８５０中のフィールド８５１及至８５６は、既に
説明したファイル・ディレクトリ・エントリ７５０中の
フィールド７５１及至７５６と同じである。

第３図を再び参照し乍ら、ＲＡＭメモリ２５０に位置づ
けられたＰＶＲレコード・バッファ２５４の動作をここ
で説明しよう。現在勤作中の磁気メモリ２４０中に位置
づけられたＰＶＲテーブル２４５からのＰｖＲレコード
は、ＲＡＭ中ノＰｖＲレコード・バッファ２５４の中に
読込まれる。

ＰＶＲレコードの後の動作は高速ＲＡＭで行なわれる。

Ｅ−９，ＦＤＧルック・アサイド・バッファの動作 ＲＡＭメモリ２５０中に位置づけられたファイル・ディ
レクトリ・グループ（ＦＤＧ）　　・ルック・アサイド
・バッファ２５３の動作をここで説明しよう、現在勤作
中のファイル・ディレクトリ・グループはＷＯＲＭボリ
ュームからファイル・ディレクトリ・グループ・ルック
・アサイド・バッファ２５３中に読出される。前述のと
おり、ユーザがＷＯＲＭボリュームからデータ・ファイ
ルを読出したいとき、ＰＶＲテーブルは、そのファイル
名がＰＶＲファイル・ディレクトリ・エントリ中に存在
するか否か調べるため先ずチエツクされる。

もしも存在すれば、ＷＯＲＭボリューム上のデータ・フ
ァイルの位置は既知となり、データ・ファイルを読出す
のにルック・アサイド・バッファ２５３をサーチしたり
、ＷＯＲＭボリューム上の経路ディレクトリ・グループ
かファイル・ディレクトリ・グループのいずれかをサー
チしたりする必要はない、各ＰＶＲレコードが成る特定
の経路に書込まれる最新の３０個のファイルについての
ディレクトリ情報を記憶しているだけであり、また（も
しファイル・ディレクトリ・グループ同志が既に述べた
ように互いにチェーンで結ばれていれば）無制限の数の
ファイルが同じ経路を°有しているので、所望の経路の
ためのＰＶＲレコードが、所望のファイルのためのディ
レクトリ情報を含まないことが時々ある。ＰＶＲファイ
ル・ディレクトリ・エントリにそのファイル名がない場
合、所望のファイルを指示するファイル・ディレクトリ
・エントリを含むファイル・ディレクトリ・グループが
ルック・アサイド・バッファ２５３中に読込まれる０次
にユーザがその同じファイル・ディレクトリ・グループ
と関連するファイルを読出したい場合、その所望のファ
イルのためのファイル・ディレクトリ・グループのコピ
ーがルックアサイド・バッファに既に位置づけられ、そ
してそのファイルが迅速且つ直接的に、即ちＷＯＲＭボ
リュームからファイル・ディレクトリ・グループを読出
すことなく、位置づけられることができる。

第９図及至第１２図は、上述のディレクトリ構造がどの
ようにして使用されるか、特に新しい経路を生じるとき
、データ・ファイルをＷＯＲＭボリュームに書込むとき
、或いはデータ・ファイルをＷＯＲＭボリュームから読
出すどきどのようにして使用されるかを示す、第９図は
、デイスプレィ２２０上でユーザに対し表示されるよう
な、新しい経路に入るためのスクリーン・パネル９００
を示す、ユーザはフィールド９０１に新しいサブディレ
クトリ名を入れる。ユーザはまたフィールド９０２に、
新しいサブディレクトリを含むべき経路名を入れる。そ
のザブディレクトリが特定の経路に既に存在しているの
でなければ、フィールド９０１に入れられる新しいサブ
ディレクトリ名を、フィールド９０２に入れられる経路
名に付加することによって新しい経路が形成される。こ
の新しい経路が、フィールド９０３に入れられるボリュ
ーム上に生成される０例えば第９図のユーザは、フィー
ルド９０２に示される現存する経路ＤＩＶ１０／ＲＯＣ
ＨＥＳＴ／ＤＥＰＴ９１７／に付加される、ＭＡＲ８９
という新しいサブディレクトリ名をフィールド９０１に
入れる。ＤＩＶＩＯ／ＲＯＣＨＥＳＴ／ＤＥＰＴ９１７
／ＭＡＲ８９と命名された新しい経路がＰＡＹＲＯＬＬ
と呼ばれる、フィールド９０３中で特定されたＷＯＲＭ
ボリューム上に生成される。

Ｅ−１０，新しい経路の発生 第１０図は、メモリ・マネジャ２１１が新しい経路をど
のようにして生じるかを示すフローチャートを示す、ブ
ロック１００１は、ユーザが新しい経路名を入れるパネ
ル９００（第９図）を表示する。ブロック１００２は、
出口キーが押されたか否かをチエツクし、もしもそれが
押されたのであれば、ブロック１００７を経て出る。出
口キーが押されたのでなければ、フィールド９０３で特
定したボリュームのために、フィールド９０１及び９０
２から新しい経路名を読出す、ブロック１００４が、重
複経路名をチエツクし、もしもそれが見つかれば、ブロ
ック１００５でエラー・メツセージを表示する。それか
ら制御はブロック１００１へ戻り、他の経路名のエント
リ即ち入力を可能ならしめるようパネル９００を再度表
示する。

その経路が存在しなければ、ブロック１００６はこの新
しい経路のためにＰＶＲテーブル２４５（第３図及び第
４Ｄ図）に新しいＰＶＲレコードを生じる。そこでブロ
ック１００１に制御が戻り、他の経路名のエントリを可
能ならしめるためパネル９００を再度表示する。

Ｅ−１１，データ・ファイルの書込み 第１１Ａ図及び第１１Ｂ図は、ＷＯＲＭボリューム１１
０ヘデータ・ファイルを書込む要求をメモリ・マネジャ
２１１がどのようにして処理するかを示すフローチャー
トである。ブロック１１０１は、ＰＶＲテープ／Ｌ／２
４５（第３図及び第４Ｄ図）からＲＡＭ２５０　（第３
図）（７）ＰＶＲレコード・バッファ２５４の中に書込
まれるファイルの経路を有するＰＶＲレコードを読出す
、このレコードは、既に第８図で説明したように、デー
タ・ファイルを含むことになる経路についての記述的情
報を含む、ブロック１１０２はＰＶＲレコード・バッフ
ァ２５４中のフィールド８１４（第８図）をチエツクし
て、その経路が初めて使用されたか否かを調べる。フィ
ールド８１４が零に等しければ、その経路はこれまで使
用されていない、この場合、ブロック１１０３がＷＯＲ
Ｍボリューム１１０上に、新しいファイル・ディレクト
リ・グループのためのスペースを割当てる。

ブロック１１ｏ４は、この新しいファイル・ディレクト
リ・グループを指示する経路ディレクトリ・グループの
ため新しい経路ディレクトリ・ブロックを生じるが、こ
のブロックはＷＯＲＭボリューム上の経路ディレクトリ
・グループには未だ書込まれない、ＰＶＲレコード８０
０のヘッダ８１０（第８図）のフィールドに、必要な情
報が入れられる。経路ディレクトリ・ブロック６００の
ヘッダ６１０のフィールド６１１は、その経路ディレク
トリ・ブロックを適正に識別するためのストリング’５
ＶＴＥ’　にセットされることになろう。

ブロック１１０５は、ＰＶＲＬ／：ｌ−ド（第８図）の
フィールド８１４に新しいファイル・ディレクトリ・グ
ループのアドレスを記憶する。ブロック１１０６は、そ
の経路ディレクトリ・グループに唯一ブロックが残って
いるかチエツクする。もしイエスなら、ブロック１１０
７で、次の経路ディレクトリ・グループのためのスペー
スが割当てられる。ブロック１１０８は、現在の経路デ
ィレクトリ・グループのアドレスを保管する。ブロック
１１０９は、フィールド６１４中の最後の経路ディレク
トリ・ブロック中に次の経路ディレクトリ・グループの
アドレスを記憶し、そして制御の流れはブロック１１１
２にジャンプする。

複数個の経路ディレクトリ・ブロックが経路ディレクト
リ・グループ中で利用できれば、ブロック１１１０は１
、これがこの経路ディレクトリ・グループに書込まれる
第１の経路ディレクトリ・ブロックとなるものか否かを
チエツクする。もしイエスなら、ブロック１１１１は、
その前の経路ディレクトリ・グループのアドレスを得る
。このアドレスはもしあれば、新しい経路ディレクトリ
・グループのフィールド６１４の中に書込む用意のため
、ブロック１１０８を実行する際保管されたものである
。これによって、既に説明したように経路ディレクトリ
・グループ同志を互いに連鎖する。以前の他の経路ディ
レクトリ・グループが存在しなければ、ブロック１１０
８は決して実行されず、全てゼロという値がフィールド
６１４に記憶される。全てゼロという値はチェーン即ち
連鎖の終りを示すのに使用される。ブロック１１１２は
、新しい経路ディレクトリ・ブロックを現在の経路ディ
レクトリ・グループに書込む、ブロック１１１３は、現
在の経路ディレクトリ・グループ・ポインタを歩進する
。この時点で全ての経路ディレクトリ・グループの処理
が終了する。

ブ０７り１１１４がＷＯＲＭボｌＪユ　Ａ１１１０上の
データ・ファイル領域中の次に利用可能な位置にそのデ
ータ・ファイルを書込む、これは、その要求を処理する
ため、そのファイルの大きさ次第で、１回の動作で行な
われたり、複数回、メモリ・マネジャを呼出したりして
行なわれる。

ブロック１１１５は、新しいＰＶＲファイル・ディレク
トリ・エントリをＰＶＲレコード・バッファに加える。

ブロック１１１６は、次のＰＶＲファイル・ディレクト
リ・エントリに、フィールド８１９（第８図）を歩進さ
せる。ブロック１１１７は、ＰＶＲレコード・バッファ
がＰＶＲファイル・ディレクトリ・エントリでいっばい
か否かをチエツクする。もしイエスなら、ブロック１１
１８は、そのファイル・ディレクトリ・グループに唯一
のファイル・ディレクトリ・ブロックが残っているか否
かをチエツクする。唯一つのブロックが残っていれば、
ブロック１１１９は、新しいファイル・ディレクトリ・
グループのためのスペースを割当てる。ブロック１１２
０は現在のファイル・ディレクトリ・グループのアドレ
スを保管する。ブロック１１２１は、ファイル・ディレ
クトリ・ブロック（第７図）のフィールド７１４中のポ
インタを１次のファイル・ディレクトリ・グループ・ア
ドレスにセットするよう用意する。これによって、同じ
経路を有するファイル・ディレクトリ・グループの順方
向連鎖が、前述のとおり提供される。

複数個のファイル・ディレクトリ・ブロックがファイル
・ディレクトリ・グループに残っていれば、ブロック１
１２２は、これがこのファイル・ディレクトリ・グルー
プに書込まれる第１のファイル・ディレクトリ・ブロッ
クであるか否かをチエツクする。もしイエスなら、ブロ
ック１１２３は、前のファイル・ディレクトリ・グルー
プのアドレスを記憶する。この前のファイル・ディレク
トリ・グループのアドレスというのは、もしあれば、ブ
ロック１１２０で、フィールド７１４に記憶されたもの
である。これは、既に説明したように、同じ経路を有す
るファイル・ディレクトリ・グループの逆方向連鎖を提
供する。前のファイル・ディレクトリ・グループがない
場合には、ブロック１１２０は実行されず、全てゼロと
いう値がフィールド７１４に記憶される。全て零という
値が連鎖の終りを指示するのに使用される。

ブロック１１２４は、ＷＯＲＭボリューム１１０上のこ
の経路のためのファイル・ディレクトリ・グループに、
そのファイル・ディレクトリ・ブロック（このファイル
・ディレクトリ・ブロックは。

ブロック１１１７がイエスという結果だったので、３０
個のファイル・ディレクトリ・エントリを含む）を書込
む。

ブロック１１２５が、ＰＶＲレコード中のフィールド８
１３を書込むべき次のファイル・ディレクトリ・ブロッ
クのアドレスに歩進する。ブロック１１２６が、ファイ
ル・ディレクトリ・ブロックの書込みの完了を指示する
ためにＰＶＲバッファをリセットし、フィールド８１９
が１にリセットされる（第８図）。ブロック１１２７が
磁気メモリ２４０に記憶されたＰＶＲレコードにＰＶＲ
レコード・バッファを戻すよう書込む、ブロック１１２
８がプログラムの出口である。

Ｅ−１２，データ・ファイルの読出し 第１２図は、ＷＯＲＭボリューム１１０からデータ・フ
ァイルを読出すという要求をメモリ・マネジャ２１１が
どのように処理するかを示すフローチャートである。ブ
ロック１２０１は、ＰＶＲテーブル２４５（第３図及び
第４Ｄ図）から書込まれるファイルの経路を有するＰＶ
Ｒレコードを、ＲＡＭ　２５０中（７）ＰＶＲＬ／：Ｉ
−ド・バッフ７２５４（第３図）の中に読出す、このレ
コードは、既に説明したように（第８図）、データ・フ
ァイルを含むことになるであろう経路についての記述的
な情報を含む、ブロック１２０２は、読出すべきデータ
・ファイルと関連するファイル・ディレクトリ・エント
リのためＰＶＲバッファ中でＰＶＲファイル・ディレク
トリ・エントリをファイル名が一致するまでサーチする
。このサーチは、そのファイルの最近更新された版が読
出されることを確保するため逆方向に行なわれる。ブロ
ック１２０３は、適正なＰＶＲファイル・ディレクトリ
・エントリが見つかったか否かをチエツクする。もしも
イエスなら、ブロック１２１２に於てそのＰＶＲテーブ
ルに含まれるディレクトリ情報を用いて、ＷＯＲＭボリ
ューム１１０からそのファイルが読出され、ブロック１
２１３でそのプログラムを出る。正しいＰＶＲファイル
・ディレクトリ・エントリが見つからなかった場合、こ
の経路のための最後のファイル・ディレクトリ・グルー
プのアドレスがＰＶＲレコード・バッファのフィールド
７１４に含まれ、ブロック１２０４でそのアドレスを得
る。ブロック１２０５は、そのファイル・ディレクトリ
・グループが、ＲＡＭ２５０に位置づけられたファイル
・ディレクトリ・グループ、ルックアサイド・バッファ
２５３に現在も存在するか否かを調べるためチエツクす
る。もしもノーであれば、ブロック１２０６は、ルック
アサイド・バッファ２５３に読込もうとするデータ・フ
ァイルと関連するファイル・ディレクトリ・グループを
読出す。

ブロック１２０７が、読出そうとするデータ・ファイル
に関連するファイル・ディレクトリ・エントリのためル
ックアサイド・バッファ２５３をサーチする。このサー
チは、ルックアサイド・バッファの後ろから前に向かっ
て行なわれ、これによってそのデータ・ファイルの最新
の更新板が読出されるように保証する。ブロック１２０
８が、そのファイル・ディレクトリ・エントリが見っが
ったか否を調べるためチエツクされる。もしもファイル
・ディレクトリ・エントリが見つかった場合は、ルック
アサイド・バッファ２５３に含まれるディレクトリ情報
を用いてＷＯＲＭボリューム１１０からそのファイルが
読出され、ブロック１２１３でそのプログラムから出る
。

ファイル・ディレクトリ・エントリが見つからなければ
、たとえば２個以上のファイル・ディレクトリ・グルー
プが１個の経路のために存在し、且つそのファイルが前
のファイル・ディレクトリ・グループに存在していると
き、ブロック１２０９が、前のファイル・ディレクトリ
・グループのアドレスを、ルックアサイド・バッファの
前の方に位置づけられたファイル・ディレクトリ・ブロ
ックのフィールド７１４から得る。ブロック１２１０が
、ブロック１２０９で得られた結果を分析し、前のファ
イル・ディレクトリ・グループが存在しているか否かを
調べる。もしもイエスであれば、制御はブロック１２０
５に戻され、そこでその前のファイル・ディレクトリ・
グループ上のファイル・ディレクトリ・エントリのため
のサーチが続けられる。もしもブロック１２１ｏが、そ
の前のファイル・ディレクトリ・グループが存在しない
と決定したならば、゛ファイル未発見′復帰コードがブ
ロック１２１１にセットされ、ブロック１２１３がその
プログラムから出る。

Ｆ１発見の効果 本発明によれば、ＷＯＲＭボリューム上のメモリ・スペ
ースを無駄にすることなく、効果的に使用でき、ディレ
クトリ及びデータのアクセスも効果的に行なえる効果が
ある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の光ディスクを示す図である。 第２図は１本発明のコンピュータ・システムのブロック
図である。第３図は、本発明のデータ構造の全体を示す
図である。第４Ａ図及至第４Ｄ図は、本発明のデータ構
造の詳細図である。第５図は、本発明のボリューム・ラ
ベル・ブロックを示す図である。第６図は、本発明の経
路ディレクトリ・ブロックを示す図である。第７図は、
本発明のファイル・ディレクトリ・ブロックを示す図で
ある。第８図は、本発明のＰＶＲレコードを示す図であ
る。第９図は、ユーザに表示されるような新しい経路に
入るためのスクリーン・パネルを示す図である。第１０
図は、本発明で新しい経路がどのようにして生成される
かを示すフローチャートである。第１１Ａ図及至第１１
Ｂ図は、本発明に於てファイルがボリュームにどのよう
にして書込まれるかを示す図である。第１２図は、本発
明に於てファイルがボリュームからどのようにして読出
されるかを示すフローチャートを示す図である。 １００・・・光ディスク、１０５，１１０・・・ＷＯＲ
Ｍボリューム、１２０・・・ボリューム・ラベル・グル
ープ、１３０・・・経路ディレクトリ・グループ。 １４０．１６０・・・ファイル・ディレクトリ・グルー
プ、１５０，１７０・・・データ・ファイル領域、２１
０・・・プロセッサ、２１１・・・メモリ・マネジャ、
２２０・・・デイスプレィ、２３０・・・光学接続装置
インターフェイス、２４０・・・磁気メモリ、２４５・
・・ＰＶＲ＋−プル、２５０・ＲＡＭ、２６０・・・光
学駆動装置、２６１・・・ディスク差入口、２６２・・
・光学媒体読取・書込機構。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名） 光学駆動装置 第１ 図 第２図

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数個のデータ・ファイルを有し、該複数個のデ
   ータ・ファイルを複数個の経路名で参照できるデータ・
   ファイル領域と、 第１の経路名を有する複数個のデータ・ファイルについ
   ての位置づけ情報を含む第１の複数個のファイル・ディ
   レクトリ・エントリを有する第１のファイル・ディレク
   トリ・グループとより成る追記型ボリューム用のディレ
   クトリ構造。
2. （２）追記型ボリュームを含むコンピュータ・システム
   に於て、 上記追記型ボリュームが、 複数個の経路名により参照できる複数個のデータ・ファ
   イル領域と、 第１の経路名を有する第１の複数個のデータ・ファイル
   についての位置づけ情報を含む第１の複数個のファイル
   ・ディレクトリ・エントリを有する第１の複数個のファ
   イル・ディレクトリ・ブロックから成る第１のファイル
   ・ディレクトリ・グループと、 第２の経路名を有する複数個のデータ・ファイルについ
   ての位置づけ情報を含む第２の複数個のファイル・ディ
   レクトリ・エントリを有する第２の複数個のファイル・
   ディレクトリ・ブロックから成る第２のファイル・ディ
   レクトリ・グループと、 １つのファイル・ディレクトリ・ブロックが発生され、
   且つ上記追記型ボリューム上の上記第１のファイル・デ
   ィレクトリ・グループに書込まれるまで、上記第１の複
   数個のファイル・ディレクトリ・エントリを緩衝記憶す
   るバッファ手段とを有することを特徴とするコンピュー
   タ・システム。
3. （３）複数個の経路名によって参照される複数個のデー
   タ・ファイルを有するデータ・ファイル領域を発生する
   ステップと、 第１の経路名を有する第１の複数個のデータ・ファイル
   についての位置づけ情報を含む第１の複数個のファイル
   ・ディレクトリ・エントリを有する第１のファイル・デ
   ィレクトリ・グループを発生するステップとより成る追
   記型光学媒体の使用方法。
4. （４）光学ディスクに、経路名を有するデータ・ファイ
   ルを書込む方法にして、 上記経路名のために上記光学ディスクにファイル・ディ
   レクトリ・グループを発生するステップと、 上記光学ディスクに、データ・ファイル領域を発生する
   ステップと、 上記データ・ファイル領域に上記データ・ファイルを書
   込むステップと、 上記ファイル・ディレクトリ・グループ中に、上記デー
   タ・ファイルについての位置づけ情報を含むファイル・
   ディレクトリ・エントリを書込むステップとより成るデ
   ータ・ファイルの書込み方法。
5. （５）光ディスクから、経路名を有するデータ・ファイ
   ルと、ファイル名とを読出す方法にして、上記ファイル
   名を有するファイル・ディレクトリ・エントリのため上
   記光ディスク上で、上記経路名を有するファイル・ディ
   レクトリ・グループをサーチするステップと、 上記ファイル・ディレクトリ・エントリ中の位置づけ情
   報に基づきデータ・ファイル領域中に位置づけられた上
   記データ・ファイルをアクセスするステップとより成る
   読出し方法。