JPH031219A - マルチファイル転送動作を遂行する装置とその方法 - 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】 「目ン欠」 「産業上の利用分野」・・・・・第１４頁「従来の技術
、および９発明が解決しようとする課題」・・・・・・
・・・第１５頁「課題を解決するための手段、および。

作用」・・・・・・・・・・・第２５頁「実施例」・・
・・・・・・・・第２９頁「発明の効果」・・・・・・
・第１０６頁「産業上の利用分野」 本発明は、複数のファイルがランダムアクセス記憶装置
から、記憶媒体２例えば、オプティカルディスクのよう
な記憶媒体に転送される。マルチファイル転送動作を行
なう装置とその方法に間する。より特定的には１本発明
は、リング状に用いられるリングバッファ内に同じタイ
プの複数のファイルの一部を記憶させ、充分なファイル
情報がリングバッファに書き込まれた場合、そのリング
バッファに書き込まれた内容を記憶媒体に転送すること
によって、オプティカルディスクのような記憶媒体への
書き込み動作回数を減少させる。

装置およびその方法に関する。

「従来の技術、および１発明が解決しようとする課題」 従来のマルチファイル転送は２つの方法のうちの１つに
よって行なわれている。ハード磁気ディスク装置からの
複数のファイルが磁気テープ装置に転送されろ文書保存
処理またはデータ・バックアップ処理において、ファイ
ル転送ユーティリティプログラムが、ファイルを記述す
る情報（ファイル属性情報）を読みだし、この情報を磁
気テープ装置に転送し、それから、ファイルの内容を読
みだし、この読み出した内容を磁気テープ装置に転送す
る。ファイルを記述する情報がもし複数のセクションに
分割されており、これらのセクションが共通に存在する
磁気ディスク装置の異る物理的な場所に配置されている
場合、複数回の読みだしくマルチリード）と複数回の書
き込み（マルチライト）を行なわなけれはならない。こ
の転送動作の間、ファイルをアクセスする方法が、磁気
テープの記憶特性に依存して、ランダムアクセス方式の
データ配列からシーケンシャル方式のデータ配列に変換
する結果、必要とされる時間内で磁気テープ装置からフ
ァイルを復元しようとするユーザーの能力を厳しく制限
している。

第１図に示すように、一方のハード磁気ディスク（ソー
スディスク）装置から他方のハードディスク（ディステ
ネーシヨン・ディスク）装置に複数のファイルが転送さ
れるマルチファイル転送動作においても、上記したマル
チリード・マルチライトが生ずる。そのような従来のＨ
置において。

コンピュータ１０１例えば、仮、慴メモリシステム（Ｖ
　Ｍ　Ｓ　：　ＶＩＲＴＵＡＬ　ＭＥＭＯＲＹ　ＳＶＳ
ＴＥＭ　）　（７）オペレーティングシステムで動作す
るディジタル・イクイップメント社（ＤＥＣ）製のＶＡ
Ｘコンピュータがユーザーによって指令され、ソースデ
ィスク装置２０の内容をディステネーシヨン・ディスク
装置２２に転送する。その動作は、オペし−ティングシ
ステム１４に転送コマンドを送出するファイル転送ユー
ティリティ１２（例えば、ＶＭＳのＢＡ　ＣＫ　Ｕ　Ｐ
またはＣ０ＰＹユーテイリテイ）によって制御されろ。

オペレーティングシステム１４はファイルシステム（フ
ァイル装置）１６（例えば、ＶＭＳのＸＱＰ補助制御プ
ロセッサ（Ａｎｃｉｌｌａｒｙ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｐｒ
ｏｃｅｓｓｏｒ　）　）を有し、このファイルシステム
は種々の形式の記憶媒体間の転送を制御可能にする一般
的なシステムである。ファイルシステム１６はドライバ
システム（トライバ装置）１Ｂを制御する。このドライ
バシステムは転送を遂行するため特別の形式の記憶媒体
に専用的に提供されている。

コピーコマンドまたはバックアップ・ユーティリティ・
コマンドのいずれかが実行されると、ソースディスク装
置２０の異る部分から４組の別個の情報が得られ、ディ
ステネーシヨン・ディスク装置２２の対応する部分に転
送されなければならず、その後、書き込まれているディ
ステネーシヨン・ディスク装置２２のそれら対応する部
分には各ファイルにとって５番目のインジケータまたは
５番目の情報である「使用中」または「配置済み」を示
すフラッグをたでなけれはならない。ＤＥＣ−Ｖ　Ｍ　
Ｓオペレーティングシステムはこれらの５つの部分に用
いろファイルを記憶する。ＩＢＭ−ＤＯ３，ＵＮ　ＩＸ
、ＡＥＣ；　Ｉ　Ｓなとの池のオペレーティングシステ
ムは少なくとも３つの部分に情報を記憶する。

（以下余白） Ｄ　Ｅ　Ｃ−Ｖ　Ｍ　Ｓオペレーティングシステムにお
いて、転送される４組の情報は、ディレクトリ・ヘッダ
、該ディレクトリ・ヘッダによってそれ自体関連づけら
れろディレクトリ、ファイルヘッダ、および、該ファイ
ルヘッダによって関連づけられろファイルの内容である
。そのような転送の間、ソースディスク装ａ２０がアク
セスされてディレクトリ・ヘッダを人手し、該ディレク
トリ・ヘッダがディステネーシヨン・ディスク装置２２
にあるインデックスファイルと呼ばれるファイル内の対
応する位置（ロケーション）に書き込まれる（第１回目
の読みだし、書き込み動作）。次いて、ディレクトリ・
ヘッダによって示されたディレクトリがソースディスク
装置２０から検索されてディステネーシヨン・ディスク
装置２２の対応する位置に書き込まれる（第２回目の読
みだし、書き込み）、それから、転送されるファイルの
ためのディレクトリによって示されたファイルヘッダが
ソースディスク装置２０から検索されてディステネーシ
ヨン・ディスク装置２２のインデックスファイルの対応
する位置に書き込まれる（第３回目の読みだし、書き込
み）。ソースディスク装置２０からの検索の最後として
、ヘッダによって指定されたファイルの内容が検索され
、該検索されたものがディステネーシヨン・ディスク装
置２２の対応する位置に書き込まれる（第４回目の読み
だし、書き込み）。このファイルに関連づけられる最後
の動作は、ディステネーシヨン・ディスク装置２２内に
にあるアロケーション制御リスト内の対応するフラッグ
を更新しく第５回目の書き込み）、それによって配置さ
れている部分または使用中の部分が示される。ＤＥＣ−
ＶＭＳシステムにおいて移送るファイルのそれぞれにつ
いて４回の読みだし動作と５回の書き込み動作を行なわ
なければならない。

多くのコンピュータユーザーは、コンピュータサイトの
火事、コンピュータ誤動作、またはその他の災害によっ
て情報が破壊されるおそれがある事態に対して情報を保
護するため、安全な場所に維持すべきパックアラクコビ
ーが要求される重要な情報をコンピュータに記憶してお
く。消去可能なオプティカルディスク装置が利用可能に
なるまでは、ユーザーはバックアップコピーを作成する
ため４つのオプションを持っていたにすぎなかった。

第１のオプションは８１気テープを用いてバックアップ
コピーを作成することである。この形式のバックアップ
コピーは充分な容量を提供し、許容可能な価格でサイト
移動性（バックアップコピーを移動すること）を示すが
１機械的なドライバが低速であり、アクセス方式がラン
ダムアクセスではなくシリアルアクセスであるから、情
報アクセスに対する迅速性に劣る。さらに、磁気テープ
そのものおよび＠ステープトライバの信頼度が特に低い
。

第２のオプションはフロッピディスクを用いるものであ
る。この記憶媒体は許容可能な価格で移動可能かつラン
ダムアクセス可能という利点を有するが、大容量のバッ
クアップ処理に対して容量が小さすぎ、ディスクの回転
率が低いのでアクセススピードが遅い。

第３のオプションは取り外し可能なハードディスクにバ
ックアップを行なうことである。このオプションは許容
可能なスピードにおいて取り外し可能で良好なランダム
アクセス容量および信頼性を提供するが、取り外し可能
なアセンブリがヘット、そしてヘッド制御用の機構部と
電気要素を有しているので価格が非常に高い。

最後のオプションは再書き込み不可形（ライトワンス）
オプティカルディスク装置を用いろものである。このオ
プティカルディスク装置は、記憶媒体が再利用出来ない
ので、高価格という条件の下で、許容可能な容量、信頼
性、スピード、取り外し可能性、ランダムアクセス性能
を提供している。

多くの一般的な方法は、バックアップコピーの大半を磁
気テープおよびフロッピディスクに行なうテープバック
アップ方式である。

バックアップコピ一部に情報を転送するプログラムは、
主に磁気テープ装置およびフロツビディスフ装置を用い
るために設計されている。これらの記憶媒体が低速であ
るから、バックアップ用ソフトウェアも低速である。磁
気テープ装置またはディスクドライブ、そして記憶媒体
の制限があるから高速なバックアップ動作は不可能であ
る。

バックアップまたはマルチファイル転送動作を用いない
従来のディスク書き込み方式は、−船釣に、ディスクキ
ャッシュ方式と呼ばれており、この方式は、ディスクの
ファイル内容に対するアクセスのスピードを向上するた
めに用いられている。このディスクキャッシュアクセス
方式においては、イメージまたは最も頻繁にアクセスさ
れる磁気ディスク装置２２の内容の複製がコンピュータ
１００ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）内に維持され
る。アプリケーションプログラムによる書き込み動作が
発生する時はいっでも、データがＲＡＭ内のイメージロ
ケーション（記憶位置）に書き込まれる。データの検索
が必要とされる場合はいっでも、イメージロケーション
がアクセスされろ。これらのシステムのいくつかのもの
においては１周期的に１例えは５〜１０秒ことに、オペ
レーティングシステムが書き込み動作をしてディスクイ
メージの内容を磁気ディスク装置２２に転送し、それに
よって、最後の磁電ディスク装置への書き込みが生じて
から起こったいかなる書き込み変化に対しても更新され
る。これらのシステムのいくつかのものは変更リストを
維持する。この変更リストはディスクイメージのある部
分が変化していること、そして変化しているそのような
ディスクイメージの部分のみが物理的なディスクに書き
込まれていることを示している。ディスクキャッシュア
クセス方式は、磁気ディスク装置が読みだし動作と書き
込み動作とのランダムな組み合せに用いられている場合
、ディスク動作を迅速にするが、データフローが一方向
であり、大半のデータ（ファイル内容）が−度だけしか
アクセスされない場合は、マルチファイル書き込み動作
に対してはなんらの利益を提供しない。

従って、消去可能なオプティカルディスク装置の出現に
対応して迅速に処理可能なバックアップソフトウェア（
バックアップ方式）と装置の必要性が起こっている。

「課題を解決するための手段、および１作用」本発明は
、上記問題を解決するため、迅速なマルチファイル書き
込み動作を遂行し、マルチファく イル書き込み動作の１例としるバックアップコピーを行
なう、新規なマルチバッファリング方式を提供するもの
である。

本発明の目的は、一方の記憶媒体からランダムアクセス
バックアップ記憶媒体への複数のファイルを迅速に転送
する装置を提供することにある。

本発明の他の目的は、取り外し可能な記憶媒体に対して
ファイルを転送するマルチファイル転送装置を提供する
ことにある。

本発明のさらに他の目的はランダムアクセス・バックア
ップファイルを生成することにある。

また本発明の目的は書き込み動作回数を低減させ磁気デ
ィスク装置の機械的な平均寿命を向上させることにある
。

本発明の目的は、マルチファイル転送動作における磁気
ディスクドライブの回転方向および長手方向の運動を最
小にすることにある。

本発明の目的は、特にオプティカル記ｔＰ媒体。

より特定的には消去可能なオプティカル記憶媒体に適し
た。マルチファイル転送装置を提供することにある。

また本発明の目的は、内容バッファにファイル内容を記
憶し、情報バッファにファイル・ロケーション情報を記
憶し、これらのバッファが所定のパーセンテージだけ一
杯になった場合、オプティカルディスクなとの記憶媒体
にこれらのバッファの内容を独立して書き込むことによ
り、マルチファイル転送を遂行し得る方法を提供するこ
とにある。

本発明の他の目的は、ディステネーシヨン・ディスク装
置の機械的な摩耗および損傷を防止することにあり、よ
り重要な点は、書き込みヘッドがトラックを変更しなけ
ればならない回数を低減させることによって、ディステ
ネーシヨン・ディスり装置への書き込みをするための書
き込みスピードを向上させ、書き込みヘッドがトラック
を変更する場合に移動しなければならない距離を減少さ
せ、そして、マルチファイル転送動作の期間、ディステ
ネーシヨン・ディスク装置によって要求される回数を減
少させることにある。

上述した本発明の目的は、ランダムアクセス形ソースデ
ィスク装置のディレクトリ・ツリーに従ってファイル属
性情報および複数のファイルの内容を得る。装置および
方法によって達成される。

本発明の装置においては、セグメントに区分されたリン
グバッファ内の各ファイルのための各タイプの（例えは
、ディレクトリとディレクトリ・ヘッダとは異るタイプ
である）ファイル属性情報が記憶され、上記したリング
バッファのそれぞれが単一のタイプの情報のみを記憶す
るために設けられている。ファイル内容も専用化された
セグメントに区分されたファイル・リングバッファに記
憶される。リングバッファはコンピュータのランダムア
クセスメモリ内に維持されろ。リングバッファのセグメ
ントが満杯になると本発明の装置がそのセグメントの内
容をディステネーシヨン・ディスク装置の対応する位置
に転送し、セグメントに区分されたファイル・アロケー
ション争リスト・リングを更新する。セグメントの大き
さは、デイステネーション・ディスク装置に対するデー
タ転送率を最大にするように選択される。全てのファイ
ルが書き込まれていると、ファイル・アロケーション・
リスト◆リングがディステネーシヨン・ディスク装置に
書き込まれる。リングバッファのセグメントが一杯にな
るまで異るタイプの情報のバッファリングを行なうこと
が、デイステネーション・ディスク装置に対する書き込
み動作の回数を低減する。上記バッファリングはソース
ディスク装置の読みだしスピードを向上させろ。その理
由は読みだし動作が書き込み動作のために待機しなくて
もよく、読みだしデータがセグメントに区分されたリン
グバッファに記憶されるから１次の読みだし動作が開始
する前に終了するからである。バッファリングはまた。

ディステネーシヨン・ドライブの機械的な摩耗を減少さ
せ、書き込みスピードを向上させろ。

上述した本発明の目的および利点と以下に明らかになる
であろう本発明の他の目的および利点とは、以下に充分
に述べられ、クレームされた詳細な構成および作用を通
して見いだされるもであり、符号がそれら目的および利
点を示すための一部を構成する添付図面に付けられ、全
体を通じて同じ符号は同し部分を示している。

「実施例」 第２図は本発明のマルチファイル転送動作処理の全体的
な構成を示す図である。第２図に図解した本発明の好適
な実施例は、好適には、ディジタル・イクイツブメイト
・コーポレーション（ＤＥＣ）のＭＩＣＲＯＶＡＸ　　
ｎ（商品名）コンピュータ１０によって実現されており
、該コンピュータは、ＤＥＣ−ＶＭＳオペレーティング
システム１４の制御の下で動作しており、ファイル装置
（システム）１６およびドライバ装置（システム）１８
を有している。利用可能なＲＡＭは本発明の装置がより
小量の記憶容量で動作するとしても１メガバイト程度で
ある。好適に利用されるコンピュータ言語は　ＦＯＲＴ
ＲＡＮ言語であるが、池の言語９例えば、アセンブラ、
Ｃ言語を用いることも可能である。ソースディスク装置
２０は代表的には、ＤＥＣ−ＲＤ５４形ハードドライブ
（商品名）であり、ディステネーシヨン・ディスク装！
２４は好適には、ノース・カロライナ州うダーラムに所
在するアルファトロニクス（Ａｌｐｈａｔｒｏｎり株式
会社から提供されうるＩＮＦＩＮＩＴＹ消去可能なオプ
ティカルディスク装置である。転送の間２本発明のマル
チファイル転送装置３０は、ユーザーの要求に基づいて
、ファイルを検索するためにソースディスク装置２０か
らトライバ装置１８を介してファイル装置１６に適切な
コマンドを転送する。ファイルは本発明のマルチファイ
ル転送装置３０のリングバッファに転送される。

本発明のプログラムおよびリングバッファは好適には、
仮想メモリ装置においてスワップされず。

それゆえ、それらがＲＡＭ領域に残っているので２本発
明の効率の向上が実現される。検索されたファイルがリ
ングバッファで分割されているが。

マルチファイル転送装置３０は、リングバッファの内容
を、ドライバ装置１８を介してディステネーシヨン・デ
ィスク装置２４へ転送する。前述した第１図と本発明の
構成を示す第２図とを比較することによって明らかなよ
うに９本発明の装置においては、好適なコンピュータ１
０に設けられているファイル転送ユーティリティＩ２を
完全にバイパスしている。

第２図に図解した本発明のマルチファイル転送装置は、
第３図に示したように、複数のプロセッサを有しており
、それらのプロセッサを介して。

ＶＭＳオペレーティングシステム１４がソースディスク
装置２０からファイルを人手し２人手したファイルをデ
ィステネーシヨン・ディスク装置２４に記憶する。ユー
ザーが、ソースディスク装置２０からディステネーシヨ
ン・ディスク装置２４へ複数のファイルを転送すること
を要求すると。

ソース・サーチ・プロセッサ４０およびソース・オーブ
ン・プロセッサ４１が適切なコマンドをオペレーティン
グシステム１４に出力し、ソース・ディスク争ディレク
トリおよびフフイルパソリーストラクチャーを全体的に
検索しく　ｔｒａｖｅｒｓｅ）　。

ファイルを転送するために用いるファイル属性情報を得
る。ソース・サーチ・プロセッサ４０が添付の参考資料
のＰｌに示されており、ソース・オーブン・プロセッサ
４１が参考資料のＰ２に示されている。ソース・サーチ
・プロセッサ４０がユーザーによって指定されたファイ
ル名およびそれらのファイルの標識（ＩＤ）を探し、フ
ァイル階層化情報を渫存し、探しだした連続サーチ番号
およびファイル番号を割り当てる。

後述するディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６
０は、ディステネーシヨン・ディスク装ａ２４を重複し
ない４つの領域に分割し、これらの領域にはデータファ
イル、ディレクトリ・ファイル、データ・ファイル・ヘ
ッダ、およびディレクトリ・ファイル・ヘッダが記憶さ
れる。第５の領域がアロケーション制御リスト（通常、
ビットマツプ（ＢｉｔＭａｐ）と呼ばれる）のために確
保される。データ・ファイル・ヘッダ用の領域は、デー
タファイルヘッダ用の領域の前にあるディレクトリ・フ
ァイル・ヘッダ用の領域とともに、インデックスファイ
ル内に置かれている。インデックスファイル内のこれら
の領域は、１フアイルあたり１ヘツダ（ｌブロック）の
比率で論理的なブロック数を増加させることにより、連
続的に満たされている。インデックスファイル内のファ
イルのヘッダの位置およびそのファイルの番号が判れば
、即座に、サーチの順番のファイル位置が決定される。

たとえは、探しだされた３０番目のデータファイル用の
ヘッダはデータ・ファイル・ヘッダ用に確保された３０
番目の領域のブロックに位置している。従って、３０番
目のファイルのファイル番号は見いだされろ第１のデー
タファイルのファイル番号より２９だけ後の位置にある
。

ソース・サーチ・プロセッサ４０はファイル番号カウン
タを維持するが、このファイル番号カウントは、第１の
データファイルのファイル番号に対して籾量化され、見
いだされた各データファイルついて増加される。このフ
ァイル番号カウンタが、ソース・サーチ・プロセッサ４
０によってファイルＩＤリング１８０（第４Ａ図参照〉
内のファイルエントリのファイル番号フィールドにコピ
ーされる。それからソース・オーブン・プロセッサ４１
が、ファイルとそのディレクトリのファイル番号フィー
ルドから、ファイルＩＤおよびバック・リンク・ファイ
ルＩＤを生成する。ディレクトリ・ファイルのファイル
番号およびファイルＩＤを割り当てる方法は、ソース・
サーチ・プロセッサ４０によって維持されているファイ
ル番号カウンタの値が現在のディレクトリ・ファイル番
号カウンタの値で２あり、その値がファイルＩＤリング
１８０の代わりのツリーアレー１８２（第４Ａ図参照）
内のファイル番号フィールドにコピーされていることを
除いて、同じである。

（以下余白） 見いだされた各ディレクトリについて、ソース・サーチ
・プロセッサ４０がツリーアレー１８２内にエントリを
作り、見いだされた各ファイルについてのエントリがフ
ァイルＩＤリング１８０内に作られる。各フィールド内
の情報の定義と共に、ツリーアレー１８２およびファイ
ルＩＤリング１８０内のエントリに間するフォーマット
が添付した参考資料のＤＳ２に示されているデータ構造
定義に見いだされ得ろ。ソース・オーブン・プロセッサ
４１が各ファイルについてのソースディスク装置２０に
対するチャネルを人手し、ファイルＩＤリング１８０お
よびツリーアレー１８２に記憶されている情報を包含し
ているファイル記述リング９０内にエントリを生成する
。ファイル記述リング９０内のエントリに関する定義は
添付した参考資料のＤＳＩに示したデータ構造定義にお
いて見いだされる。ＶＭＳオペレーティングシステムに
おけるファイル属性情報およびファイルＩＤを検索する
ための代表的なコマンドが、添付した参考資料のＰＩ内
のＲ１およびＲ２，そして参考資料のＲ２内のＲ３に見
いだされる。これらのコマンドの１つを用いるファイル
を要求するコマンドが出されると、ＶＭＳオペレーティ
ングシステム１４は、自動的に、ワイルドカード認識情
報（ｄｅｎｔｉｆｉｅｒｓ　）を含む人力ファイル名称
ストリングを探しだし、それに対応するものを見いだし
。

ディレクトリを指定する。このディレクトリについてサ
ーチが行なわれ、要求に応答してファイル名称およびフ
ァイルｒＤを戻す。いわゆる当業者は、その他のオペレ
ーティングシステム、例えは１８Ｍ社のＤ　ＯＳ　（Ｄ
ｉｓｋ　ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍ　）などにつ
いての対応する適切なコマンドを提供することができる
。ファイル記述リング９０は種々のプロセッサを調整す
る手段である。ソース・サーチ・プロセッサ４０および
ソース・オーブン・プロセッサ４１は、各ファイルを転
送させろためエントリ９２をファイル記述リング９０に
挿入する。ファイル記述リング９０は好適には６４のエ
ントリを有し、同時に６４のファイルの転送を可能にし
ている。勿論、ファイル記述リング９ｏの大きざを、必
要に応じて、増加または減少させることができる。

第４Ｃ図はファイル記述リング９ｏを詳細に図解してお
り、各エントリ９２の内容が添付参考資料のＤＳＩに示
されている。本発明のプロセッサの調整は限界的である
。その理由は、動作が終了した時、正しいファイル内容
が正しいファイル属性と釣合っていなけれ４．ｆならず
、そして、使用中として示される正しいディスクブロッ
クと共に正しいディレクトリ内に挿入されていなければ
ならないからである。この調整は、現在本発明のプロセ
ッサによって用いられている。ファイルを記述する情報
を記憶するためリング状に制御されて使用されるリング
バッファ９０（以下、ファイル記述リングと略す、その
他のリングバッファもリングと略す）のエントリ１０６
〜１１４を指定するカーレント・オペレション・ポイン
タ９４〜１０２によって達成されろ。例えは、ファイル
記述リング９０のインサートポインタ９４が、ソース・
オーブン・プロセッサ４１によって現在溝たされている
エントリ１０６を同定している。エントリ１０６につい
ての処理が終了すると、ソース・オーブン・プロセッサ
４１は、ポインタの移動方向において１次のエントリが
、ディレクトリ・ポインタ１００．またはそのエントリ
が現在使用中（参考資料のＲ２におけるＲ７を参照）で
あることを示していることを指定するヘッダポインタ１
゜２を有していることを見るために、チエツクする。エ
ントリを指定するポインタがないとき、ソース・オーブ
ンプロセッサ４１はエントリが満たされ得ろことを認識
する。すなわち、エントリ９２がそのエントリを指定す
るポインタを有していない場合、ソース・オーブン・プ
ロセッサ４１は池のファイルが転送可能であることを認
識する。ファイル記述リン、グ９０内の次のエンドｌ／
　９２がそれらのポインタのあるものによって指定され
ていない場合、ソース・オーブン・プロセッサ４１はイ
ンサートポインタ９４を１スロツトだけ時計方向に進め
１次のエントリ９２を満たすことを始めろ。ソース・サ
ーチ・プロセッサ４ｏおよび他のプロセッサについての
他の動作についても上記同様の調整が、１ｔ！！のポイ
ンタ９６〜１０２を用いて遂行される。

ソース・オーブン・プロセッサ４１が−Ｈインサートポ
インタ９４を進めると、ソース・リート・プロセッサ１
３０（第３図）が、読み出されるファイルに対応してソ
ース・オーブン・プロセッサ４１によって生成されるエ
ントリ１０８に対するリード（読みだし）ポインタ９６
を進めることができろ。ソース・リート・プロセッサ１
３０については第９図を参照してより一般的に述べられ
るが、ソース・リート・プロセッサ１３０の詳細は添付
した参考資料のＲ３に見いだされる。リートポインタ９
６が進められた後、ソース・リード・プロセッサ１３０
が、ＶＭＳオペレーティングシステム１４に対し、参考
資料のＲ３におけるＲ８に述へられているフォーマット
を有する５ＱＩＯコマンドを出力することにより、セグ
メントに区分されたデータリング１３２にファイル内容
を転送する。セグメントに区分されたデータリング１３
２の各セグメントはデータブロックを有し。

該データブロックはクラスタと呼ζよれるグループに配
列されている。クラスタの大きさは可変であり、１また
は複数のデータブロックにすることが出来る。もしセグ
メントに区分されたデータリング１３２に空きがない場
合、ソース・リード・プロセッサ１３０は待機する（参
考資料のＲ３におけるＲ９Ａ参照）。ソース・リード・
プロセッサ１３０がファイルの読みだし、およびそれを
セグメントに区分されたデータリング１３２に記憶する
ことを終了すると、ソース・リード・プロセッサ１３０
は、インサートポインタ９４が、ファイル記述リング９
０（参考資料のＲ３におけるＲ１０参照）のまわりの時
計方向における次のエレメントを指定しているかどうか
を決定することにより、読み出される次ぎのファイルが
存在するかどうかをチエツクする。もしインサートポイ
ンタ９４が次ぎのエレメントを指定していない場合、ソ
ース・リング・プロセッサ１３０は読み出すべき多くの
ファイルが存在することを認識する。ソース−リード・
プロセッサ１３０はそれからり一トポインタ９６を進め
て、セグメントに区分されたデータリング１３２に対し
て次ぎのファイルの転送を開始する。もし読み出すファ
イルが存在しない場合、ソース・リート・プロセッサ１
３０は待機する。ソース・リート・プロセッサ１３０が
最初のファイルに遭遇すると、ファイル記述リング９０
にセグメントの相対的な論理ブロック番号を記憶する。

これらのブロック番号が第５図に例示的に図解されてい
る（参考資料のＲ３におけるＲ３５およびＲ３９を参照
）。第５図は相対的なファイル・ロケーションと絶対的
なファイル・ロケーションとの関係を示す図であり、デ
ータリング１３２はもとよりディレクトリ・セグメント
・リング１７２にも適用されるものである。第５図に図
解したように（参考資料のＲ６，７におけるＲ３６を参
照）、ディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０
がディステネーシヨン・ディスク装置２４にセグメント
の内容を書き込む時、ディステネーシヨン・ライトプロ
セッサ１６０は上記ブロック番号の相対的な番号を絶対
的な番号に変換する。

本発明に用いられるセグメントに区分されたリング１３
２，１７２，１７６．１９２が第６Ａ図〜第６Ｄ図に図
解されている。データリング１３２とディレクトリ・セ
グメント・リング１７６とがそれぞれ３つのセグメント
を有している。一方、ヘッダリング１７２とディレクト
リ・ヘッダ・リング１９２は２つのセグメントを有して
いる。

これらのリングのセグメントの数が少ないことが転送ス
ピードを低下させ、一方、セグメントの数の増加が、リ
ターンを減少させて転送スピードを向上させ、利用可能
なＲＡＭを減少させ、ｌ＼−シネ良の数を益々減少させ
ろ。これらのリングのそれぞれが、各リングの外側およ
び内側のまわりに関係づけられているポインタを有して
いる。各セグメントのまわりに記憶されている情報が第
６Ａ図〜第６Ｄ図に図解されており、ここで、　５ＴＡ
Ｔ７２０、　ＰＬＡＣＥＭＥＮＴ　７２２．　ＬＥＮ　
７２４．　ＬＢＮ　７２６はそれぞれ下記に示すもので
ある。

５ＴＡＴ７２０：セグメントの状態が記ｔ２されている
フィールド（このフィールドの内容の説明が参考資料の
Ｆｌに示されている）。

ＰＬＡＣＥＭＥＮＴ　７２２　：シーケンシャル紀伊が
好適であるが他の記憶方法も可能であるというセグメン
トの記憶方法を示すもの。

ｌｊ：Ｎ７２４ニ一部のセグメントへの書き込みが可能
なので、このセグメントの部分的な長さを示すもの、お
よび。

ＬＢ８７２６：セグメントが転送されるディステネーシ
ヨン・ディスク装責上の論理的なブロック番号。

一方、セグメント・ファイル・カウント（ＳＥＧ。

ＦＩＬＥ　Ｃ０ＵＮＴ　）　７２　Ｂ　、セグメント・
ファイル・アレー（ＳＥＧ、　ＦＩＬＥ　ＡＲＲＡＹ　
）　７３０およびディレクトリ・セグメント・ファイル
・カウント（ＤＩＲ。

ＳＥＧ、ＦＩＬＥ　ＣＯ【ＪＮＴ）　７６４が、以前に
述べた不完全なヘッダの完了に関連づけられている。セ
グメント・ファイル・カウント７２８は、セグメント内
において始まるファイルの番号であり、第５図において
、セグメン）２　（ＳＥＧ２）のためのセグメント・フ
ァイル・カウントの（直は４である。セグメント・ファ
イル赤アレー７３０は４つのファイルの各々についての
ファイル記述リング９０内のスロット番号である。ディ
レクトリ・セグメント・ファイル・カウント７６４は、
特定のセグメント内に始まるディレクトリ・ファイルの
数を示す。

各リング１３２，１７２，１７６．１９２はインサート
ポインタ７１６，７４４．７５（３，７７４、および、
セグメント抽出ポインタ７１８．７４６７．７６２．７
７８を包含している。インサートポインタは、セグメン
トが現在書き込まれていることを示している。セグメン
ト抽出ポインタは書き込み可能なセグメントを示してい
る。第６Ａ図におけるセグメント・カウント・ポインタ
７１７または第６Ｃ図におけろセグメント・カウント・
ポインタ７５８は、セグメントに次ぎに書き込み可能な
ブロックを示しており、バイト・カウント・ポインタ７
６０は次ぎに書き込み可能なバイトを示している。イン
サートロケーション（ｄｒ　ｈｄｒ　ｉｎｓ　ｐｔｒ　
７７４　、　ｈｄｒ　ｓｅｇ　ｃｏｕｎｔ　７７６　）
は次ぎのディレクトリ・ヘッダが生成されろ、セグメン
トおよびブロックを同定する。レングス・リリース・ロ
ケーション（ｔｅｎ　ｒｅｌ　ｐｔｒ　７　Ｂ　２　。

ｅｎ　ｒｅｌ　ｃｏｕｎｔ　７８６　）は、ディステネ
ーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４によって更
新されろ、その長さを必要とする次ぎのディレクトリ・
ヘッダのセグメントおよびブロックを同定する。ＬＢＮ
リリース・ロケーション（Ｉｂｎ　ｒｅｌ　ｐｔｒ　７
８０．　Ｉｂｎ　ｒｅｌ　ｃｏｕｎｔ　７８４）は、デ
ィステネーシヨン・ライトやプロセッサ１６０によって
更新されろそのＬＢＮ　（論理的なブロック番号）フィ
ールドを必要とする次ぎのディレクトリ・ヘッダのセグ
メントおよびブロックを同定する。抽出ロケーション（
ｄｉｒ　ｈｄｒ　ｅｘ　ｐｔｒ７７８　）は、ディステ
ネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０によってディス
テネーシヨンφディスク装置２４に書き込まれるべきデ
ィレクトリ・ヘッダ・リング１９２の次ぎのセグメント
を同定する。４種のポインタ、すなわち、インサートポ
インタ、レングス・リリース・ポインタ、ＬＢＮリリー
スポインタおよび抽出ポインタは、厳格な順序でデイし
クトリ・ヘッダ・リング１９２の周囲を動くが、これら
は通常一致している。ディレクトリ・ヘッダ・リングが
空いている時、それらのポインタは全て一致している。

インサートポインタ、レングス・リリース・ポインタ、
ＬＢＮリリースポインタが一致している場合、リング内
の全てのヘッダは完全である。インサートポインタとレ
ングス・リリース・ポインタとの間のヘッダが生成され
ており、そのヘッダはレングスおよび論理的なブロック
番号フィールドの両者の完了を待っている。レングス・
リリース・ポインタとＬＢＮリリースポインタとの間の
ヘッダがそれらの論理的なブロック番号フィールドの完
了を待機している。ＬＢＮリリースポインタと抽出ポイ
ンタとの間のヘッダが、ディスクに書き込まれるべきこ
とを待っている。抽出ポインタとインサートポインタと
の間のブロックは用いられていない。

各リング内の各スロットは論理ブロックと大きさが等し
く、ディスク装置２４に位置している。

スロットの大きさは好適には５１２バイトであり、セグ
メントは好適には１２６ブロツクである。

この１２６ブロツクがＶＭＳオペレーティングシステム
が一度に書き込む最大の単位である。他のオペレーティ
ングシステムにおいて、セグメント内のブロックの番号
は最大転送サイズに設定されるべきである。

セグメント・インサート・ポインタ１５０．およびリン
グ用のセグメント抽出ポインタが同じである場合、完全
なセグメントがディステネーシヨン・ディスク装置２４
への転送のために利用可能ではないため、そのセグメン
トが単に充満されるだけである。セグメントが満杯の場
合、ディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０が
オペレーティングシステム１４を介してセグメントをデ
ィステネーシヨン・ディスク装置２４に転送するディス
テネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０（第３図）は
、ディステネーシヨン・ディスク装置２４に書き込まれ
る情報の順序を制御するばかりではなく、より重要なこ
ととして、データが記憶されろべきディステネーシヨン
・ディスク装置２４上の適切なロケーションを探すこと
に関連する機械的な運動を最小化することである。ディ
ステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０にまた。ア
ロケーション制御リスト・リング１６２を更新して、デ
ィステネーシヨン・ディスク装置２４上のどのデータブ
ロックが使用できるかを示す。ディステネーシヨン会ラ
イト・プロセッサ１６０の詳細は、参考資料のＰ６〜Ｐ
６．７に示されている。ＶＭＳオペレーティングシステ
ムがブロックよりもクラスタ単位のディスク装置の使用
を配置するので、アロケーション制御リストリングの各
ビットは論理ブロックのクラスタのアロケーションを表
している。しかしながら、実際のファイルの長さは、ブ
ロック単位で記憶されている。

各書き込み動作の始まりにおいて、ディステネーシヨン
・ライト・プロセッサ１６０は、リング１３２．１７２
，１７６．１９２を調査しく参考資料のＰ６．ｘ参照）
、リングが一杯か否かに基づいて各リングの優先順位を
割り付ける（参考資料のＰ６．２参照）。それから、デ
ィステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０は、全体
的なスルーブツトを最小にする傾向を有するアルゴリズ
ムを用いて次ぎに書き込まれるリングをピックアップす
る（参考資料のＰ６．３参照）。優先順位づけアルゴリ
ズムは、−杯のリングに対しては最も高い優先順位、１
つの空きのセグメントを有しているリングについては次
ぎの優先順位、２またはそれ以上の空きのセグメントを
有しているリングに対してはその次ぎから順次低い優先
順位、そして、空きのリングに対しては最も低い優先順
位を与える。これらの優先順位の範囲内において、優先
順位の束縛が、スタテックなルール、すなわち、データ
（ファイル内容）が、ヘッダより前に書き込まれ１．デ
ィレクトリエントリより前にヘッダが書き込まれ９．そ
してディレクトリヘッダより前にディレクトリエントリ
が書き込まれるというルールによって、破壊される。デ
ィステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０の動作の
間、リングの切り替えが頻繁に行なわれることを防止す
るように、リングの切り替えが選択されているアルゴリ
ズムによって行なわれる。ここで、リングの切り替えが
頻繁に行なわれると、余分の機械的な運動が生じて転送
スピードを低下させる。このアルゴリズムはまた。リン
グ充満処理を生じさせ、待機することによって生じる転
送スピードを低下させる非常に頻繁なリング切り替えを
防止する。リング切り替えアルゴリズムは高速な転送ス
ピードを得るための平衡を維持する。

ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセッサ１７０は、デ
ィステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０がディス
テネーシヨン・ディスク装置２４にファイルの始まりを
書き込み、そしてファイル記述リング９０の適切なフィ
ールドにファイルのロケーションを書き込むまで、常に
待機している、換言すれば、ヘッダポインタ１０２は書
き込み動作ポインタ９８が通過することを許可させろこ
とができない。

ディレクトリ・ファイル用のセグメントの相対的な論理
ブロック番号は、ディステネーシヨン・ディレクトリ・
プロセッサ１７４によって、ディレクトリ・ヘッダ・リ
ング１９２内のヘッダの論理的なブロックフィールドに
予め書き込まれている。ディステネーシヨン・ライト・
プロセッサ１６０は、セグメントをディステネーシヨン
・ディスク装置２４に書き込む時、セグメントの相対的
な論理ブロック番号を、ディステネーシヨン・ディスク
装置２４上のセグメントの位置が知られている絶対的な
ブロック番号に変換し、ヘッダを完全にする。（参考資
料のＰ６．６のＲ２４〜Ｒ３０参照）。セグメントの相
対的なブロック番号が書き込まれ、その後ファイル記述
リング９０に更新されることを除いて、データファイル
についても、上記と同様な更新処理が行なわれる。

ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセッサ１７０は、フ
ァイル記述リング９０から全ての情報を人手し、ヘッダ
情報を生成し、生成したヘッダ情報をセグメントに区分
されたリング１７２に記憶する。この処理が第１３図の
フローチャートに一般的に示されており、その詳細が参
考資料のＰ４に示されている。

ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
は、ディステネーシヨン・ディスク装置２４用のディレ
クトリ・ファイルの内容を作成し、ファイル記述リング
９０に記憶されている情報から必要な情報の全てを入手
する。このディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセ
ッサ１７４は、第１４Ａ図および第１４Ｂ図に関連づけ
て記述され、その詳細は参考資料のＰ５に示されている
、作成されたディレクトリ・ファイルの内容としては各
ファイルのファイル番号があるが、ファイルが書き込ま
れる位置（論理的なブロック番号）は含まれていない、
前に述べたように、ファイル番号は、ソース・サーチ・
プロセッサ４０によって割当てられ、ファイルＩＤリン
グ１８０またはツリーアレー１８２内に記憶され、そし
て、ソース・オーブン・プロセッサ４１によってファイ
ル記述リング９０に複写される（参考資料のＰｌのＲ１
１，Ｒ１２，および、Ｐ２のＲ１３，Ｒ１４参照）。デ
ィステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は
、ｆｆｌ！の処理の完了を待つ必要がないから、現在の
動作を示すディレクトリ・ポインタ１００（第５図）は
、インサートポインタ９４に対して進めることができる
。ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７
４は、ディレクトリ・セグメント・リング１７６に作成
されたディレクトリ・ファイルを書き込む。

−船釣にいって、ディステネーシヨン・ディレクトリ・
プロセッサ１７４が正規のファイルとディレクトリ・フ
ァイルを包含するディレクトリを作成する時、ディステ
ネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は、アル
ファベット順にマージする処理の期間において適切なロ
ケーションに遭遇するまで、ディレクトリ中ファイル用
のディレクトリ・エントリの挿入を遅延させなければな
らない。ディレクトリ・セグメント・リング１７６にエ
ントリを直接書き込む代わりに、遅延リング１７８にデ
ィレクトリ・ファイル用のディレクトリ・エントリを生
成することによってこれがなされる。ディレクトリ・セ
グメント・リング１７６に正規のファイル用のディレク
トリ・エントリを挿入する前に、まず、ディステネーシ
ヨン・ディレクトリ舎プロセッサ１７４は遅延リング１
７８に書き込まれるエントリを挿入する。この処理のよ
り詳細な例が、参考資料におけろ例Ｅｌ、Ｅ２に示され
ている。

ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
はまた（第３図）、ディレクトリ・ヘッダを作成し、デ
ィレクトリ・ヘッダ・セグメント・リング１９２に記憶
する（参考賃料の２５０Ｒ４４参照）。ディステネーシ
ヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は、出力リング
（１３２，１７２，１７６，１９２）の対応するリング
に不完全な情報を書き込む唯一のブロモジである。この
ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
が出力リング１９２に不完全な情報を書き込まなかった
場合、このファイル記述リング９０は、非常に不十分な
束縛である単一のディレクトリにこれまで見いたされた
ファイルの最も大きい番号を収容する大きさを有するよ
うになる。ディステネーシヨン壷ディレクトリ◆プロセ
ッサ１７４が出力（ディステネーシヨン・ディレクトリ
）リング１９２内のディレクトリ・ファイル用のヘッダ
を作成し、ディレクトリ・ポインタ１００を進める時点
において、ディレクトリ・ファイルの最終的な長さおよ
び最終的な位置は不明である。

その理由は、ディレクトリ・ファイルが作成され、ディ
ステネーシヨン拳うイトーブロセ・ンサ１６０によって
ディステネーシヨン・ディスク装置２４に書き込まれる
へきであるからである。この不完全な情報書き込みの問
題のために、複数のポインタが設けられており、これら
のポインタにはポインタ（ｔｅｎ　ｒｅｊｐｔｒおよび
ｔｅｎ　ｒｅｌ　ｃｏｕｎｔ　）があり、現在作成され
ているデイレクトリファイル用の不完全なヘッダを包含
する出力（ディステネーシヨン・ディレクトリ）リング
１９２内のブロックを指定する。ディステネーシヨンφ
ディレクトリ・プロセッサ１７４がディレクトリ・ファ
イルの内容を完全にすると、プロセッサ１７４はポイン
タ（参考資料のＰ５のＲ１８〜Ｒ２３参期）を用いて、
出力リング１９２内に不完全なヘッダの最終的な長さを
記録する。ディステネーシヨン・ライトプロセッサ１６
０が出力（ディステネーシヨン・セグメント）リング１
７６からのディレクトリ・ファイルの内容をディステネ
ーシヨン・ディスク装置２４に書き込む時、ディステネ
ーシヨン・ライト・プロセッサ１６０は、ポインタ（ｌ
ｂｎ　ｒｅｌ　−ｐｔｒ　７８０．　ｌｂｎ　ｒｅｌ　
ｃｏｕｎｔ　７８４）を用いて、出力リング１９２の対
応するヘッダに最終的な長さを記録する（参考資料のＰ
６，６のＲ２１〜Ｒ３０参照）。

（以下余白） ディステネーシヨン・ライト−プロセッサ１６０は、第
７図に例示したように、消去可能形オプティカルディス
ク装置２００上の物理的な配置においてデータを書き込
む。オプティカルディスク装置２００は複数の記憶領域
に分割されている。

それらの記憶領域は、ディレクトリを記憶するための領
域を示す記憶領域２０８．アロケーション制御リスト用
の領域２０４．ファイル内容のための領域２０６．　、
ファイルヘッダ用の領域２０２、および、ディレクトリ
ヘッダ用の領域２１０である。オプティカルディスク装
置２００に新しいファイルを書き込むために、ファイル
内容が領域２０６のあるロケーション、たとえば２１２
に書き込まれ、そのファイルのヘッダが領域２０２の特
定のロケーション２１６にファイルのディレクトリ・エ
ントリが領域２０８の特定のロケーション、たとえば２
１４に書き込まれ、そのディレクトリ・ファイルのヘッ
ダが領域２１０のロケーション２１８に書き込まれる。

種々の領域２０２〜２１０に一旦完全に書き込みが行な
われると、アロケーション制御リストが、特別のロケー
ション、例えば２２０において更新されろ。ヘッダ（両
者のタイプ）用に許可されたスペースはインデックスフ
ァイルの本体の中にある。好適には、インデックスファ
イルは５０００ブロツクの長さであり、インデックスフ
ァイルの最初の５％がディレクトリ・ヘッダ用に許可さ
れたスペースであり。

インデックスファイルの残りの９５％がデータファイル
ヘッダ用に許可されたスペースである。好適には、イン
デックスファイルに続くものがオプティカルディスク装
置２００の残余（ｔｈｅ　ｒｅｓｔ）である。オプティ
カルディスク装置２００の残余の０．１％がデイレクト
リファイル用のスペースであり、オプティカルディスク
装置の残余の９９．９％がデータファイル用に許可され
たスペースである。上記インデックスファイルの大きざ
とパーセンテージは代表的に、＃ファイル／ディレクト
リ、＃ブロック／ファイルに反映されている。

上述した書き込み順序（データファイルヘッダの書き込
みの前にディレクトリヘッダの書き込み。

データファイルの書き込み前にディレクトリの書き込み
）は任意である。本発明に基づく装置は異った順序でも
等しく動作する。

プロセッサ４０，４１，１３０，１６０，１７０、およ
び１７４は、プロセッサ順序制御ルーチン２４０に呼び
出される。このプロセッサ順序制御ルーチン２４０の内
容は図面には詳細に示されていないが参考資料のＰｌに
示されており、それはルーピング（１００ρｉｎｇ　）
ルーチンある。すなわち、プロセッサ順序制御ルーチン
２４０は、まずソース・サーチ・プロセッサ４０を呼び
出し９次いてソース・オーブン・プロセッサ４１を呼び
だし、ソース・リート・プロセッサ１３０を続けて呼び
出す。さらに、プロセッサ順序制御ルーチン２４０は、
ディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０を呼び
だし９次いでディレクトリ・ヘッダ・プロセッサ１７０
を呼びだし、モしてディステネーシヨン・ディレクトリ
・プロセッサ１７４を呼び出す。ディステネーシヨン・
ディレクトリ・プロセッサ１７４が呼び出された後、プ
ロセッサ順序制御ルーチン２４０が再びソース・サーチ
・プロセッサ４０を呼びだし、それにより、再びスキャ
ンコールループが始まる。プロセッサのそれぞれの呼び
たしの前に、プロセッサ順序制御ルーチン２４０が各プ
ロセッサと関連づけられたフラッグをチエツクし、プロ
セッサを呼び出すべきか否かを決定する。たとえは、ソ
ース・サーチ・プロセッサ４０がユーザーによって要求
された全てのファイルを見いだした場合、ソース・サー
チ・プロセッサ４０はフラッグをセットするので、ソー
ス・サーチ・プロセッサ４０がもはや呼び出されなくな
る。その他のプロセッサも対応するフラッグをセットす
る。すべてのフラッグがセットされるとループ処理が停
止する。

ソース・サーチ・プロセッサ４０とソース・オーブン・
プロセッサ４１とは一緒に動作してファイル記述リング
９０にエントリを作成する。この結合動作が第８図に示
されている。前に述べたようにこれらのプロセッサの詳
細は参考資料のＰｌおよびＰ２に示されている。ソース
・サーチ・プロセッサ４０は、プロセッサ順序制御ルー
チン（第８図、２４０）から転送された後、その動作を
開始する。このソース・サーチ・プロセッサ４０の動作
開始時点において、転送すべきファイルについて現在の
（カーレント）リストが存在するか否かの決定がなされ
る（ステップ２４２）。現在のリストが存在しない場合
、ユーザーは転送すべきプロセッサのリストを挿入する
ことを要求される（第８図、ステップ２４４）。ソース
・オーブン・プロセッサ４１が、インサートポインタ９
４の値とその他のポインタ９６〜１０２の値とを比較す
ることによりファイル記述リング９０が満杯か否かを決
定する（第８図、ステップ２４６）。

上記ポインタの値が一致していることがファイル記述リ
ング９０が満杯であることを示している（参考資料のＰ
２のＲ７参照）。ファイル記述リング９０が満杯の場合
、プロセッサ順序制御ルーチン２４０に制御が移される
。ファイル記述リング９０が満杯でない場合、ソース・
サーチ・プロセッサ４０がソースディスク装置２０上の
ディレクトリ・ツリーについてのサーチ要求を送出する
（ステップ２４８．参考資料のＰＩのＲ２参照）。

サーチ要求がリストの終りに到達しており、サーチ要求
が全てのファイルに見いだされている場合、ソース・サ
ーチ・プロセッサ４０およびソース・オーブン・プロセ
ッサ４１がそれらの終了フラグ（参考資料のＰＩのＲ４
６，およびＰ２のＲ４７）をセットする。これらの終了
フラグは、ソースディスク装置２０をスキャンする処理
、そしてファイル記述リング９００ロード（装荷）が終
了し、このマルチファイル転送の朋間において再呼びだ
しされる必要がないことを示している。リターン情報が
ファイル記述リング９０にエントリを生成するために（
ステップ２５６）用いられる。

サーチ要求が見つけられ（ステップ２４８）ファイルを
オーブンにすると、ソース・オーブン・プロセッサ４１
がインサートポインタ９４（参考賃料のＰ２のＲ４８）
を進めることを試みる（ステップ２５２）、このステッ
プ２５２において、−時的に増加されるポインタ値が作
成され、このボインク値がポインタ９６〜１０２の値と
比較され、もし一致している場合、ファイル記述リング
９０が満杯であることを示している。この場合ソース・
サーチ・プロセッサ４０は待機状態に入る（ステップ２
５４）。

上述した待機状態、ステップ２５４．およびここで述へ
る他の全ての待機状態が、待機状態でプロセッサを保持
している状態が解放されるまで。

プロセッサ順序制御ルーチン２４０に対して制御を移す
ための状態を示している。待機しているプロセッサに適
切に復帰させろプロセッサ順序制御ルーチン２４０が、
待機状態にあるプロセッサの、在来のブツシュダウン式
割込形制御スタックを維持する。

この現在の状況において、インサートポインタ９４をブ
ロックしているポインタ９６〜１０２のあるものがそれ
自身進められろ時、待機状態（ステップ２５４）が終了
する。このような状態が生ずると、ステップ２５２にお
いて同じく増加させることによりインサートポインタ９
４が進められ、新しいエントリが作成される（ステップ
２５６）。−旦エントリが作成されると、第８図に図解
したように、ソース・サーチ・プロセッサ４０がサーチ
要求動作のステップ２４８に復帰し、他のファイルのた
めの探索処理を継続する。

ファイル記述リング９０内の各エントリは４３４バイト
の長さであり、ｎｉ数のフィールドを有している。これ
らのフィールドの各エントリはファイルについての参考
資料のＤＳＩに示されており、それらのフィールドは、
ソースディスク装置２０からフィールド記述リング９０
．モしてデイステネーション・ディスク装置２４に複写
されたものであり、ファイルが作成され、他に関連づけ
られた情報であることを示している。

制御がプロセッサ順序制御ルーチン２４０に戻されるか
、または、複数のプロセッサが待機状態に入っている場
合、実行のために選択される次ぎのプロセッサは、−船
釣に第９図に図解され、参考資料のＰ３に詳細に示され
ているように、ソース・リード・プロセッサ１３０であ
る。このソース・リード・プロセッサ１３０はまず、ｙ
４在のファイルが空いているか否かを決定する。すなわ
ち、全体のファイル（ファイル内の全てのブロック）が
転送されているか否かを決定する決定がなされろく参考
資料のＰ３のＲ３７参照）。現在のファイルが空いてい
なくて、ソースディスク装置２０からデータリング１３
２への転送が要求される付加的なデータブロックが必要
な場合、データリング１３２が満杯か否かについての決
定がなされる。この決定は、ソースディスク装置２０か
ら読み出されるべきブロックの数によってインサートポ
インタ７５６およびセグメント・カウント・ポインタ７
５８を一時的に進めることによって行なわれ、インサー
トポインタ７５６が新しいセグメントに移動しているか
否かを決定し、もしそうであれば、セグメント抽出ポイ
ンタ７６２に対して一時的に進めたインサートポインタ
７５６の値とを比較する。もしインサートポインタ７５
６がセグメント抽出ポインタ７６２に等しく、データリ
ング１３２が満杯の場合、ソース・リード・プロセッサ
１３０はセグメントに区分されたデータリング１３２に
ついての付加的なルームのために待機する。付加的なル
ームはセグメント抽出ポインタ１５４の増加によって示
され、その結果として、もはやそれは−時的に増加され
たインサートポインタ７５６とは等しくない。データリ
ング１３２に付加的なルームが存在する場合、ソース・
リード・プロセッサ１３０は、転送されるべきファイル
のチャネルおよびブロック番号、そしてポインタ７５６
，７５８の値を同定する。ファイル記述リング９０から
の情報に基づいて、オペレーティングシステム１４のフ
ァイル装置１６に対して、読みだし要求を送出する（ス
テップ２７６）。

（参考資料のＰ３のＲ３Ｂ参照）。ファイル装置１６と
ドライバ装置１８は、ソースディスク装置２０から情報
を読みだし、インサートポインタ７５６およびセグメン
ト・カウント・ポインタ７５８によって示されたロケー
ションの始めからその読み出した情報を記憶する。上記
読みだし要求は、ファイル内に１２６ブロツクが余って
いる場合１２６ブロツクが転送されることを要求する。

もし１２６ブロツク余っていない場合残っているブロッ
クのみが転送され、状態ワードがいくつのブロックなの
かを示す。それからソース・リード・プロセッサ１３０
はこの転送が完了するまで待機し、転送されたブロック
の数だけセグメント・カウント・ポインタ７５８を進め
（ステップ２８０）、もしセグメント・カウント・ポイ
ンタ７５８が新しいセグメントに移動している場合には
インサートポインタ７５６も進められる（ステップ２８
４）。転送されたブロックの全体を示すインジケータも
更新される。これによって、ステップ２７０における決
定処理が、このループを通して次ぎのバスについて行な
われる。もし現在のファイルが空いている場合（ステッ
プ２７０）、読み出すファイルがさらに存在するか否か
について決定が行なわれる（ステップ２８６）。この決
定は１つだけり−トポインタ９６を進めることによって
行なわれ、進められたリードポインタ９６の値がインサ
ートポインタ９４の値と比較される。

もしリードポインタ９６の値がインサートポインタ９４
の値と等しくない場合、リードポインタ９６が１つだけ
進められ（ステップ２８Ｂ）、ソースディスク装置２０
からデータリング１３２へファイルのブロックを転送す
る動作が継続される。

読み出すべき付加的なファイルが存在しない場合、すべ
てのファイルがオーブンになっているか否かについて決
定が行なわれる（ステップ２９０）。この決定は、ソー
ス・オーブン・プロセッサ４１の処理フラグ（参考資料
の２３のＲ４０参照）の終りをチエツクすることにより
行なわれる。もしすべてのファイルがオーブンになって
いない場合、付加的なファイルがオーブンになり、読み
だし準備可能になるまで、ソース・リード・プロセッサ
１３０は待機する（ステップ２９２）。全てのファイル
がオーブンになっている場合、このことは、ソース・リ
ード・プロセッサ１３０がソースディスク装置２０から
データリング１３２にデータファイルの全てを転送して
おり、処理フラグの終りがセットされ（ステップ２９４
）、プロセッサ順序制御ルーチン２４０への制御の移動
が続けられることを示している。

ある時点において、リング１３２，１７２，１７６およ
び１９２の少なくとも１つが、ディステネーシヨン・デ
ィスク装置２４に対する書き込み用の満杯の少なくとも
１つのセグメントを有しており、そして、プロセッサ順
序制御ルーチン２４０が、第１０［ｉｌに一般的に図解
されているディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１
６０に制御を移す。上記したように、この処理は参考資
料のＰ６〜Ｐ６．７に詳細に述べられている。このプロ
セッサ順序制御ルーチン２４０からの制御移動が一旦生
ずると９本発明のディステネーシヨン・ライト・プロセ
ッサ１６０は、リングの５ＴＡＴフイールドを検査する
ことにより、各リング内にセグメントを書き込む準備の
番号をカウントする（ステップ３１０）、（参考資料Ｐ
６．１）。ディステネーシヨン・ライト・プロセッサ１
６０はまた。各リング内の空きセグメントの数を計数し
くステップ３１２）、（参考資料Ｐ６．１）、各リング
へ優先順位を割り当てる（ステップ３１２）、（参考資
料、Ｒ６，２）。この優先順位割り当て処理の詳細が第
１１図に関連づけて詳細に述べられる。次いて、ディス
テネーシヨン・リード・プロセッサ１６０は、第１２図
（または参考資料のＲ６，３）に関連づけて詳細に記述
される。

書き込むべき次ぎのリングを選択する（ステップ３１６
）。リング選択ステップ３１６において決定されるよう
に、すべてのリングが空いている場合、決定動作ステッ
プ３２６において、動作フラグの全てがセットされてい
るか否かの決定が行なわれ、もしそうであれば、ディス
テネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０がアロケーシ
ョン制御リスト・リング１６２の内容を、ディステネー
シヨン・ディスク７装置２４の固定した位置に書き込む
（ステップ３２８）。処理フラグの終りの全てがセット
されていない場合、プロセッサ順序制御ルーチン２４０
へ制御が戻される。１つのリングがファイル書き込み動
作（ステップ３１８）から適切な書き込み動作のための
書き込みが選択されている場合（参考資料のＰ６．４）
、ファイルヘッダ書き込み動作（ステップ３２０．参考
資料のＰ６．５）、ディレクトリ書き込み動作（ステッ
プ３２２．参考資料のＰ６．６）、および、ディレクト
リ・ヘッダ書き込み動作（ステップ３２４、参考資料の
Ｐ６．７）が実行される。ディステネーシヨン・ライト
・プロセッサ１６０の処理はステップ３１０に戻って、
リングからディステネーシヨン・ディスク装置２４に他
のリングのセグメントの内容を書き込むための試みを行
なう。

第１１図に図解したように（参考資料のＰ６゜２）、優
先順位割り当て処理ステップ３１４は。

第１のリングに対して指定するリングポインタをセット
することから始まる（ステップ３４０）。

この第１のリングは好適にはセグメントに区分されたデ
ータリング１３２てあり、第２のリングはヘッダリング
１７２．第３のリングはディレクトリ・リング１７６、
そして第４のリングはディレクトリ・ヘッダ・リング１
７６である。好適には、アロケーション制御リスト・リ
ング１６２のリングの大きさはディステネーシヨン・デ
ィスク装置２４の全体のリスト領域の大きさに等しくな
るように選択されている。しかしながら、より小さい大
きさが選択されている場合、アロケーション制御リスト
・リング１６２はセグメントに区分されて、アロケーシ
ョン制御リストを書き込む動作が後で述べる書き込みの
ための競合動作に包含される。次ぎの決定動作（ステッ
プ３４２）は９選択されたリングに書き込む準備状態の
セグメントが存在するか否かに間する処理を行なう。も
しそのようなセグメントが存在しない場合、リングの優
先順位としては「０」がセットされる（ステップ３４４
）。もしリングが少なくとも２つの空いているセグメン
トを有している場合（ステップ３４６）、このリングの
優先順位はリング番号がセットされる（ステップ３４８
）。もし１つだけ空いているセグメントが存在する場合
（ステップ３５０）、そのリングの優先順位はリング番
号の値にそのリングの番号を加えた値がセットされる。

優先順位セットアルゴリズムにリングの番号を用いるこ
とにより９本発明は、ＤＯＳなどの他のオペレーティン
グシステムの形式を処理することに適応できる。そのよ
うなオペレーティングシステムはファイルに間して３つ
だけの異る形式の情報を提供している。もし少なくとも
１つのセグメントが空いていない場合、リングは一杯で
あり、優先順位が、リング番号の値に、リングの番号の
２倍を加えた。最も高い優先順位がセットされる（ステ
ップ３５４）。次ぎの決定動作（ステップ３５６）は、
全てのリングについて優先順位がつけられているか否か
を判断する。もしそうであれば（全てのリングについて
優先順位がつけられていれば）、リングポインタが進め
られ（ステップ３５８）、優先順位づけ処理が続けられ
る。

第１２図に図解したように（参考資料のＰ６゜３参照）
、リング選択処理は、いずれかのリングが「０」より高
い優先順位を持っているか否かについて決定をすること
（ステップ３７０）によって開始する。もしそうでない
場合、プロセッサは通常、プロセッサ順序制御ルーチン
２４０に復帰させるリングを選択しない（ステップ３７
２）。

いずれかのリングが「０」より高い優先順位を持ってい
る場合、現在のリング（すなわち、最も最近書き込まれ
たリング）が「０」より高い優先順位を持っているか否
かについての決定が行なわれる（ステップ３７４）。も
しそのような優先順位を持っていない場合、最も高い優
先順位を持っているリングが書き込みのために選択され
、適切な書き込み動作が実行される（ステップ３１８〜
３２４）。もし現在のリングがリングの番号の２倍の値
の優先順位より高い優先順位を持っている場合（ステッ
プ３７８）、現在のリングが選択される（ステップ３８
０）。その理由はこの優先順位が現在のリングが一杯で
あることを示しているからである。現在のリングが一杯
でない場合、他のリングが一杯か否かについての決定が
行なわれ（ステップ３Ｂ２）、もし−杯でなければ、最
も高い優先順位を持ったリングが選択され（ステップ３
７Ｂ）、そうでなければ、現在のリングが、現在の書き
込み動作を選択することを継続することにより、再び書
き込まれる。

（以下余白） 第１０図おけるファイル書き込み動作処理３１８におい
ては、下記の処理（ステップ）が行なわれる（参考資料
Ｐ６．４参照）。

（１）このセグメントのために物理的なロケーションを
選択する。もしディステネーシヨン・ディスク装置２４
がフォーマット化されているか。

第７図に図解したように物理的に配列されている場合、
領域２６のための次に利用可能なブロック番号を人手す
るのみである。他のディスクのフォーマット化も可能で
ある。たとえは、ＤＥＣは。

最も内側のトラックからもっとも外側のトラックまでの
半分の位置に、ハウスキーピング情報を領域２０１．２
０４および２１０を位置づけろことを好む、このことは
、ディスク装置の読みだしヘッダがハウスキーピング情
報から得られたファイルのロケーションに−Ｈディスク
装置の機構の読みだしヘッダを移動させなければならな
い平均距離を減少させる。そのようなディスク・フォー
マットが用いられると、物理的なロケーションの選択は
、書き込み動作が池の形式の領域に記憶された交差（ａ
ｃｒｏｓｓ）情報を書き込むか否かについて決定を行な
う。この決定は、アロケーション制御リング１６２内の
アロケーションリストを検査するか、またはロケーショ
ンポインタに書き込むべきデータの長さを加え、その結
果と領域の範囲を比較することによって遂行される。フ
ァイルを１または複数の部分に分割し４分割されたもの
をディスク装置の異るロケーションに記憶する処理は、
従来から、ファイル拡張処理と呼ばれており。

ファイルの拡張はこの処理の間に行なわれる。

（２）セグメントをディステネーシヨン・ディスク装置
２４に書き込むための仲介処理（１ｎｔｅｒｆａｃｅ　
）を指令する。この動作は、単にオペレーティングシス
テム１４に書き込みコマンドを送出するだけである。こ
の書き込みコマンドは、転送されるべきセグメントの長
さ方向に沿ってオペレーティングシステム１４に転送す
べきセグメントの始めのアドレス、および、データが記
憶されるへきディステネーシヨン・ディスク装置２４上
のブロック・ロケーションを有している。ＶＭＳオペレ
ーティングシステムの代表的なコマンドが参考資料Ｐ６
．４のＲ４１に記されている。オペレーティングシステ
ム１４は、ＲＡＭの最初からアドレスを自動的に検索し
、該検索したものをディステネーシヨン・ディスク装置
２４に書き込むというその転送が終了すると、オペレー
ティングシステム１４は、処理ステップ３１８に対する
転送完了状態インジケータまたは転送完了状態語を戻す
（３）書き込み動作の完了を待つ。上記したように、こ
のことは、オペレーティングシステム１４からの転送完
了状態語によって示される。

（４）各ファイルについて、ソース・リート・プロセッ
サ１３０によって作成されたリスト内に示されたように
このセグメントから始まる（参考資料Ｐ３のＲ３９参照
）。

（ａ）このファイルの開始の物理的なロケーション（論
理的なブロック番号の開始）をファイル記述リング９０
に記憶する。このステップは、ソース−リード番プロセ
ッサ１３０によってこのセグメント用のロケーションリ
ストに挿入された相対的なブロック番号を、セグメント
の記ｔＰ位置の物理的な位置（論理的なブロック番号）
に加えろ。

（ｂ）ライト（書き込み）ポインタ９８の値を進める。

（５）物理的ロケーションを進める。この処理は、転送
されているセグメント内のブロック番号だけ領域２０６
用のロケーションポインタの値を増加させろことによっ
て行なう。

（６）セグメントに区分されたデータリング１３２用の
セグメント抽出ポインタ１５４を１つだけ進め、そのセ
グメント用５ＴＡＴフイールド７２０ｆｔ更新する。

（７）アロケーション制御リスト・リング１６２を使用
中のものとしてディステネーシヨン・ディスク装置２４
にブロックを記録する。

ファイルヘッダ書き込み動作ステップ３２２（参考資料
Ｐ６．５）は、上記したステップ（４）および（７）を
除いて、上述した全てのステップを行なう。動作ステッ
プ３２０は、第６図に示した領域２０２用の物理的なロ
ケーション・ポインタを用いて、第３図に示したセグメ
ントに区分されたヘッダリング１７２から書き込むべき
データを人手する。

ディレクトリ書き込み動作（ステップ３２２゜参考資料
Ｐ６．６）は、領域２１２用の物理的なロケーション・
ポインタ、および、ディレクトリ・セグメント・リング
１７６用のセグメント抽出ポインタを用いて、上述した
全てのステップ（１）〜（７）を行なう。ステップ（４
ａ）おけろ最終的なロケーションをファイル記述リング
９０に記憶するよりも、この動作においては、以前に述
べたように、ＬＢＮリリース・ロケーション帝ポインタ
７８０およびレングス、１ノリース・ロケーション・ポ
インタ７Ｂ４を用いてディレクトリ・ヘッダ・リング１
９２にこの値が記憶されろ。

ディレクトリ・ヘッダ書き込み動作（ステップ３２２、
参考資料Ｐ６．７）は、ディレクトリ・・＼ラダ領域２
１０用の物理的なロケーション・ポインタ、および、デ
ィレクトリ・ヘッダ・リング１９２用のセグメント抽出
ポインタ１５４を用いて、ステップ（４）および（７）
を除いた全てのステップの処理を行なう。

アロケーション制御リング書き込み動作ステップ３２８
（参考資料Ｐ４）は、ディステネーシヨン・ディスク装
置２４にアロケーション制御リスト・リング１６２の内
容が書き込まれている間。

ステップ（１）〜（３）を行なう。

ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセッサ１７０（参考
資料Ｐ４）がプロセッサ順序制御ルーチン２４０から実
行制御を受けると、このディステネーシヨン・ヘッダ・
プロセッサ１７０はまず。

第１３図に図解したように、ヘッダに必要なデータ・フ
ァイル（参考資料、Ｒ４のＲ４２）が存在するか否かに
ついて決定する（ステップ４１０）。この決定処理４１
０は、ヘッダポインタ１０２の値とインジケータポイン
タ９４とを比較することにより行なわれる。もしヘッダ
ポインタ１０２の値がインジケータポインタ９４の値に
等しくない場合、ヘッダに必要な付加的なファイルが存
在する。次ぎに、ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセ
ッサ１７０は、付加的なヘッダ用のヘッダリング１７２
について充分なルームが存在するか否かについて決定す
る（ステップ４１２）。このステップは、ヘッダリング
１７２用のインサートポインタ７４４の値を前に述べた
セグメント抽出ポインタ７４６の値と比較することによ
り行なわれる。もしヘッダリング１７２についての付加
的なルームが存在しない場合、ディステネーシヨン・ヘ
ッダ・プロセッサ１７０は、プロセッサ順序制御ルーチ
ン２４０の制御のもとて他のプロセッサ、例えば、ディ
ステネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０がファイル
・ヘッダ・リング１７２をクリアできるまで、待機状態
に入る。もし、ヘッダリング１７２についてのルームが
存在する場合、ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセッ
サ１７０は、ファイル記述リング９０から適切な情報を
を取りだしし、ヘッダリング１７２内のインサートポイ
ンタ７４４および７４３によって示される適、切なスロ
ット内にヘッダ（参考資料のＲ４のＲ１，およびＤＳ６
）を作成する（ステップ４１６）。次いでＪ＼ツダポイ
ンタ１０２が進められろ（ステップ４１７）。ヘッダポ
インタ１０２はライトポインタ９８の前には進めること
が出来ないので、前に述べた比較処理がヘッダポインタ
１０２が進められるかを見るために行なわれる。もしヘ
ッダを必要とするファイルがもはや存在しなくて（ステ
ップ４１０）、すべてのファイルがオーブンになってい
る（すなわち、オペレーション・フラッグの対応する終
了フラグによって示されろようにソース・オーブン・プ
ロセッサ４１が終了している）場合、ディステネーシヨ
ン・ヘッダ・プロセッサ１７０は、このプロセッサが終
了し、プロセッサ順序制御ルーチン２４０に制御が転送
されることを示す、終了フラッグをセットする（ステッ
プ４２２）。ソース・オーブン・プロセッサ４１に対し
て処理完了フラッグによって示されるように、もし全て
のファイルがオーブンになっていない場合、ディステネ
ーシヨン・ヘッダ・プロセッサ１７０は、ライトポイン
タ９８の値を進めるディステネーシヨン・ライト・プロ
セッサ１６０によって書き込まれるべき付加的なフラッ
グのため待機する（ステップ４２４）。ライトポインタ
９８の値とヘッダポインタ１０２の値が等しくない場合
、この待機状態は終了する（ステップ４２４）。

ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
（参考資料のＲ５）は、制御がプロセッサ順序制御ルー
チン２４０から移されたとき、まず、第１４Ａ図に示す
ように、ディレクトリ・エントリを必要とする付加的な
フラッグが存在するかをチエツクする（ステップ４３０
）。この処理は、付加的なフラッグがディレクトリ・エ
ントリに必要か否かを決定するために、第５図に示した
ファイル記述リング９０のインサートポインタ９４の値
に対してデイレクトリポインタ１００の値が比較される
ことを必要とする動作を決定する。

前に述べた処理と同様なものである。次ぎに、ディステ
ネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は、ファ
イル記述リング９０についてのディステネーシヨン・デ
ィスク装置２４に間するディレクトリ・ファイル番号を
検査することにより。

ディレクトリに属するファイルが作成されるか否かにつ
いて決定する（参考賃料のＲ５のＲ４３）。もし、ファ
イルが作成されろディレクトリに従属していない場合、
ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
は次ぎのクラスタに対するディレクトリ・セグメント・
リング１７６用のインサートポインタの値を進める（参
考資料のＲ５のＲ４４）。クラスタはオペレーティング
システム１４によって１単位として配置されている隣接
した小さい番号である。この知られた用語についてのよ
り詳細な説明が参考資料Ｅ３に示されている。ディステ
ネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は、ポイ
ンタ（ｔｅｎ　ｒｅｌ　ｐｔｒ　７８２およびｆｅｎ　
ｒｅｌ　ｃｏｕｎｔ　７８６　、参考資料のＲ５のＲ１
８，Ｒ１９，Ｒ２０参照）を介して、ディレクトリ・ヘ
ッダ・リング１９２内のヘッダにファイルの最終的な長
さを記録する。次いて、ディステネーシヨン・ディレク
トリ・プロセッサ１７４は、これがファイル記述リング
９０内のエントリの適切なフラッグのフィールドをアク
セスすることによるディレクトリ・フィールドであるか
否かを決定する（ステップ４３６〉。もしこれがディレ
クトリ・フィールドである場合、エントリが遅延リング
１７８（参考資料のＲ５のＲ３３参照）に作成されろ（
ステップ４３８）。一方それがディレクトリ・フィール
ドでない場合、遅延リング１７８内の次ぎのディレクト
リ・エントリが現在のエントリ（参考資料、Ｒ５のＲ１
７，Ｒ４５参照）に対して（アルファベット順で）前に
あるか否かを決定するための検査が行なわれる（ステッ
プ４４０）。もしそうであれば、遅延リング１７８から
のディレクトリ・エントリがディレクトリ・セグメント
・リング１７６に移動される。−方、そうでない場合、
ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
はディレクトリ・セグメント・リング１７６内にディレ
クトリ・エントリを作成する（ステップ４４４）。−旦
ディしクトリエントリが遅延リング１７８またはディレ
クトリ・セグメント・リング１７６に作成されると、制
御が第１４Ａ図に示した制御処理に移され、ここで、フ
ァイルがディレクトリである場合ヘッダがディレクトリ
・ファイルのために作成されろ。デイレクトリポインタ
１００の値がインサートポインタ９４の値と等しいため
にデイレクトリポインタ１００の値を進めることができ
ない場合、デイレクトリポインタ１００の値を進めるこ
とができるようになるまで、ディステネーシヨン・ディ
レクトリ・プロセッサ１７４が待機状態に入ることに留
意されたい。もはやディレクトリ・エントリを必要とす
るファイルが存在しなくなり。

かつ、ソース・オーブン会プロセッサ４１の終了フラッ
グによって示されろように、ソース・オーブン・プロセ
ッサ４１によって全てのファイルがオーブンにされてい
る場合、ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッ
サ１７４の終了フラッグがセットされ（ステップ４５０
）、続けて、制御がプロセッサ順序制御ルーチン２４０
に移されろ。ソース・サーチおよびオーブン処理終了フ
ラッグをチエツクすることによって全てのファイルがオ
ーブンされていないことが決定された場合。

ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４
はオーブンにすべきその他のファイルのために待機する
（ステップ４５２）。この待機処理は、プロセッサ順序
制御ルーチン２４０に制御を再び移すことによって行な
われる。

第１４Ｂ図において、ディステネーシヨン・ディレクト
リ・プロセッサ１７４は、ディレクトリ指示フィールド
（ファイル記述リング９ｏについての参考資料、ＤＳ２
参照）を検査することによって、ファイルがディレクト
リ・ファイルであるか否かを判断する（ステップ４７ｏ
）。もしディレクトリ・ファイルである場合、ディステ
ネーシヨン・ディレクトリ・プロセッサ１７４は、第６
Ａ図に示したインサートポインタ７７４の値と抽出ポイ
ンタ７７８の値とを比較することによって、ディレクト
リ・ヘッダ・リング１９２内にルームが存在するか否か
を判断する（ステップ４７２）。もし存在しない場合、
ディステネーシヨン◆ディレクトリ・プロセッサ１７４
はディレクトリ・ヘッダ◆リング１９２についての他の
ルームのために待機しくステップ４７４）、制御をプロ
セッサ順序制御ルーチン２４０に移す。ここで、ディス
テネーシヨン・ライト・プロセッサ１６０を実行させて
この充満しているディレクトリ・ヘッダ・リング１９２
の少なくとも１つのセグメントを空きにする。一方、ル
ームが存在する場合、ディレクトリ・ヘッダ・リング１
９２にヘッダが作成され（ステップ４８０）、それから
デイレクトリポインタ１００が進められる（第１４Ａ図
、ステップ４４６）。

本発明において、それらの名称が「メモ」で始まる７つ
のファイルをソースディスク装ｆｔ２０の３つのディレ
クトリからディステネーシヨン・ディスク装置２４に転
送して、ディレクトリ階層を改造することが要求された
場合、リング９ｏ、１３２．１６２，１７２．および１
９０は、実行中のある時点において、第１５図に図解し
た情報を有する。ファイル記述リング９ｏを検査するこ
とによって明らかになるように、ディレクトリおよび、
配置されるファイルのそれぞれについてエントリが作成
される。ファイル記述リング９０のエントリの順序を検
査することによって、ソース・サーチ・プロセッサ４０
およびソース・オーブン・プロセッサ４１によって配置
されている種々のファイルの順序が示される。すなわち
、まず、ＵＳＥＲｌ、ＤＩＲディレクトリ・ファイルが
ソース・サーチおよびオーブン・プロセッサ４０，４１
によって探しだされる。このディレクトリ・ファイルは
、ＭＥＭＯＡ、ＴＸＴという名称でバージョン３，２．
１を有するテキスト用のエントリ、および、ＰＲＯＪＥ
ＣＴ、ＤＩＲデイＬ／クトリ用のエントリ２を有してい
る。ＰＲＯＪＥＣＴ、ＤＩＲディレクトリψファイルは
、テキストファイルＭＯＭＯＡ、ＴＸＴおよびＭＥＭＯ
Ｂ、ＴＸＴ用のエントリ、および、ＭＥＭＯ、ＪＯＮＥ
Ｓ。

ＴＸＴテキスト・ファイルを有しているディレクトリＵ
ＳＥＲ２，ＤＩＲを包含している。テキスト（ｄａｔａ
）ファイル（ｔｘｔ）の内容が、第１７図に図示のごと
く、ソース・リード・プロセッサ１３０によって、ソー
スディスク装置２０からデータ・リング１３２に転送さ
れている。明らかなように、ディステネーシヨン・ライ
ト・プロセッサ１６０は、テキストファイルの内容をデ
イステネーション・ディスク装置２４に転送し、それを
論理的なブロック番号（ＬＢＮ）、６２５６〜６３３１
に記憶する０作成されたディレクトリ・セグメント・リ
ング１７６のディレクトリ・ファイルの内容が、デイス
テネーション・ライト・プロセッサ１６０によって、デ
イステネーション・ディスク装置２４に転送される。第
６０・図に図示のように、ディステネーシヨン・ヘッダ
・プロセッサ１７０は、データ・ファイル・ヘッダを作
成し。

それら作成したヘッダをディレクトリ・セグメント・リ
ング１７６に記憶する。一方、デイステネーション・デ
ィレクトリ・プロセッサ１７４は。

ディレクトリ・ヘッダを作成し、それらをディレクトリ
・ヘッダ・リング１９２に記憶する。

それが、データ・ファイル・ヘッダであるかディレクト
リ・ファイル・ヘッダであるかの各ヘッダ５１０は、第
１６図に図解され、より詳細には参考資料のＤＳ６に示
されている。フィールドを包含している。第１のフィー
ルド５１２は、ディスク装置２４に作成されたインデッ
クスフィールド内のファイルヘッダの位置を与えろ、フ
ァイル番号フィールドである。前に述べたように、ファ
イル番号は、各ファイルが見つけられた場合、ソース・
サーチ・プロセッサ４０によって割り当てられる。ディ
レクトリ・ヘッダを有するインデックスファイルの一部
がデイステネーション・ディレクトリ・プロセッサ１７
４によって作成され。

インデックスファイルの他の部分がデイステネーション
・ヘッダ・プロセッサ１７０によって作成され、これら
については、第１７図に図解されている。第２のフィー
ルド５１４は、ファイル名称フィールドであり、最大８
０文字までの長さを有している。このファイル名称フィ
ールドはソースディスク装置２０に見いだされるソース
ファイルの名称であり、ファイル記述リング９０に転送
される。次ぎのフィールド５１６は、アロケーション長
フィールドであり、ファイルに割り当てられた。ディス
テネーシヨン・ディスク装置２４上のブロックの番号で
ある。このアロケーション長フィールドの値はソース・
オーブン・プロセッサ４１によって決定される（参考資
料のＰ２のＲ４９参照）。このアロケーション長フィー
ルドの長さは、常に、クラスタの大きさの整数倍である
。第４のフィールド５１８は、ファイル長フィールドで
あり、情報を記憶しているブロック内のファイルの長さ
を示している。ラストハイド・フィールド５２０は、デ
ィステネーシヨン・ディスク装置２４のファイル記録の
最後のブロック内に用いられた最後のバイト数を与える
。バック・リンク・フィールド５２２は、ファイルを有
するディレクトリ・ファイルのファイル番号を示してい
る。すなわち、ファイルのディレクトリ／ヘッダ・ツリ
ー構造が、２方向においてツリートラバースを可能にす
る。フォワードおよびリバースをリンクしたリストであ
る。イクステント（広がり）・レングス・フィールド５
２４はこのフィールドの広がりの長さ（大きざ）を記憶
している。上述したように、広がりはファイルの断片で
あり、ファイルを区分に分割しなければならない場合、
このフィールドが用いられる。断片に分割されていない
ファイルは、単一の広がりのみを有する。イクステント
・ロジカル・ブロック番号フィールド５２６は、この広
がりの論理的な開始ブロックを示している。

（以下余白） ディステネーシヨン・Ｊ＼ツダ・プロセッサ１７０は９
本発明の例においては、テキストファイルの各々に対応
するヘッダを作成する。ディステネーシヨン・ライト・
プロセッサ１６０は、これらのヘッダを、ヘッダリング
１７２からインデックスファイルに転送する。これにつ
いては第１７図に図解されている。ディステネーシヨン
・ディレクトリ・プロセッサ１７４についてはまだ詳細
に述べていなかったが、このディステネーシヨン・ディ
レクトリ・プロセッサ１７４は、非常に早い時点で実行
され、インデックスファイル内に３つの基本的なヘッダ
エントリを作成する。これらのエントリが、エントリ１
゜２．４として示されており、常に、ディステネーシヨ
ン・ディスク装置２４の同し位置に作成されろ。

これらの３つのへディレクトリの作成は、ディスク装置
がフォーマット化される時に適用されるものであって従
来から知られており、この技術分野の通常の技術知識を
有する者にとってよく知られている処理によって行なわ
れる。これらの３つの基本的なヘッダは、それ自身のイ
ンデックスファイル用のヘッダ５５４．オペレーティン
グシステムのビットマツプ用のヘッダ５５６、すなわち
、ディステネーシヨン・ディスク装置２４の各ブロック
のアロケーション状態を示すアロケーション制御リスト
用のヘッダ、および、ルート（ｒｏｏｔ）・ディレクト
リ・ヘッダ５５８である。この７つのファイル転送の例
示において、ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロ
セッサ１７４はまた。参照符号５６０〜５６４として示
されている第１７図のインデックスファイル内にディレ
クトリ用のディレクトリ・ヘッダを作成する一方、ディ
ステネーシヨン・ヘッダ・プロセッサ１７０はファイル
ヘッダ５４０〜５５２を作成するディステネーシヨン・
ディレクトリ・プロセッサ１７４は、第１８図に図解さ
れたように、この例のためのディレクトリ・エントリを
作成する。第１８図はＵＳＥＲｌ、ＤＩＲ用のディレク
トリ・ファイル内容を図解しており、同様のディレクト
リが、第１９図に図解したように、ＰＲＯ，ｌＥＣＴ、
Ｄ　ＩＲおよびＵＳＥＲ２，ＤＩＲについても作成され
る。

各ディレクトリ・エントリは可変長のデータ構造を有し
ており（参考資料のＤＳ８参照）、このデータ構造には
、ファイル名称フィールド５８０．バージョン番号フィ
ールド５８２およびディステネーシヨン・ディスク装置
２４に記憶されたフィールドの各バージョンのためのフ
ァイル番号フィールド５８４が含まれている。第１８図
は２つのディスク・エントリを図解しており、ここで、
長い方のエントリは、３つのバージョンを有するファイ
ルＭＥＭＯＡ。

ＴＸＴに間するものであり、短い方のエントリは。

ディレクトリ・ファイルであるＰＲＯＪＥＣＴ、ＤＩＲ
に関するものである。ディレクトリ・ファイルは複数の
バージョンを持つことができない。その理由は、ディレ
クトリについて、唯１つのバージョンがＶＭＳオペレー
ティングシステムで許可されているからである。

本発明においては、第１９図に図解したディレクトリの
内容が作成される。ルートディレクトリ６００は５つの
エントリ６０２〜６１０を有している。

第１のユーザーディレクトリ６１２は２つのエントリ６
１４および６１６を有しており、プロジェクトディレク
トリ６１８は３つのエントリ６２０〜６２４を有してお
り、第２のユーザーディレクトリ６２６は１つのエント
リ６２８を有しているだけである下記の表−１は１本発
明によって作成されろ種々のファイルおよびヘッダの開
始および終了についての論理的なブロック番号を示して
いる。この７つのファイル転送の例示において、水平の
破線は前に述べた。ディステネーシヨン・ディスク装置
を４の領域に分割していることを示している。

表−１ 開始論理　終′了論理 ブロック　ブロック ｌｉ−一　Ｌ土−− 説 明 アートブロック ホームブロック、および 未使用のコピー より多くのホームブロッ クコピー ルートディレクトリの内 容 アロケーション制御リス ト ヘッダ（１２ブランクヘ ラダ） ヘッダ （［ＮＤＥＸＦ、５ＹＳ） ヘッダ （Ｂ　ＩＴＭＡＰ、５ＹＳ） ヘッダ （特別に空いているＶＭ Ｓファイル） ヘッダ （００００００，ＤＩＲ） ヘッダ （特別に空いているＶＭ Ｓファイル） ヘッダ（ユーザーデイレ クトリ用に使用中） ヘッダ（ユーザーデイレ クトリ用、未使用） ６　ｌ　９ ヘッダ（ユーザーファイ 成用。使用中） ヘッダ（ユーザーファイ 成用。未使用） ＩＮＤＥＸファイルヘッ ダのコピー ６２　Ｂ ＵＳＥＲ１デイレクトリ の内容 Ｐ　ＲＯＪ　Ｅ　ＣＴディレク トリの内容 ＵＳＥＲ２ディレクトリ の内容 未使用 ユーザーディレクトリの ６３７．３２３ 内容 ファイルＭＥＭＯＡ、Ｔ ＸＴ；３の内容 ファイルＭＥＭＯＡ、Ｔ ＸＴ：２の内容 ファイルＭＥＭＯＡ、Ｔ ＸＴ：１の内容 ファイルＭＥＭＯ，ＰＬ ＡＮ、ＴＸＴ　；　１の内容 ファイルＭＥＭＯＡ、Ｔ ＸＴ；Ｉの内容 ファイルＭＥＭＯＢ、Ｔ ＸＴ；１の内容 ’７７　イＬ　Ｍ　Ｅ　Ｍ　Ｏ、Ｊ　０ＮＥＳ、ＴＸＴ
　；　１（７）内 容 未使用 ユーザーファイルの内容 に使用予定 下記の表−２は３Ｍ（会社名）またはソニー（会社名）
から提供され利用可能な、■Ｓ○基準に準拠した消去可
能なオプティカルディスクのフォーマットについてのト
ラック、セクタおよび内容を示している。ここで、ディ
スク装置は、１０２４バイト／セクタであり、不良セク
タは存在せず、そして下記の条件に基づいている。

トラック番号　＝ Ｉ　　ＮＴ　　（ＬＢＮ／２／　１７）・　・　・　（
１） セクタ番号　＝ （ＬＢＮ／２） ただし、１７のモジュール ・・・（２） ＬＢＮ偶数 ハーフ ト 　・　・　（３） ＬＢＮ奇数 ハーフ ・　・　・　（４） １　　Ｂ１０／２ ユーザー・ディレクトリ中 ヘッダ ２４／１　１／１ トラック／セクタ ／ハーフ 表−２ トラック／セクタ ／ハーフ ０１０／２ 第１のホームブロック ２４／１　１／２ ユーザー・ファイル・ ヘッダ １６５／２／２ １６５１５／１ １８３／１６／２ ユーザー・ディレクトリ の内容 １６／２／１ １　６／３／２ ルートディレクトリの 内容 １８４１０／１ １８．７４４／１Ｇ ／２ ユーザーファイルの内容 １６／４／１ １　７／６／２ アロケーション制御リスト 本発明について、適切なディスク・オペレーティングシ
ステムのコマンドを用いた実在するディスク・オペレー
ティングシステムに関連づけた実施例について述べたが
９本発明は、オペレーティングシステムに関するファイ
ルシステムソフトウェア１６に置き換えることも可能で
あり、その結果として、ランダムアクセス、リード・ラ
イト動作においても多くの効率のよいファイル書き込み
装置が作成できる。しかしながら、そのような実施例が
適用されろ場合には、さらにディスク装置の内容および
種々の内容を調整するソフトウェアを用いなければなら
ず。

それによって、リート要求が要求された場合、適切な内
容が得られろ。

本発明は９周期的にルーチンを呼び出すループを用いる
ことについて付加的に記述しているが、勿論、この形式
のループ制御用のルーチンを呼び出す割込ドライバに置
き換えることもてきる。

本発明はまた。ディレクトリがデイステネーション・デ
ィスク装置２４に書き込まれる前に、ディレクトリ・ヘ
ッダがディレクトリ・ヘッダ・リング１９２に書き込み
可能な実施例について述べている。

その結果として９次ぎのディレクトリ・ファイル・ヘッ
ダの更新が必要になる。もしファイル記述リング９０が
、１つのディレクトリ内に最大数のファイルを収容でき
るほど充分大きい場合には、上記更新が回避できる。

本発明は、ＤＥＣ−ＶＭＳオペレーティングシステムに
ついての実施例について述べたが、いわゆる当業者は、
オペレーティングシステムのマニュアルを参考にして、
ＩＢＭ−ＤＯＳシステム、ＵＮＩＸシステム、またはＡ
ＥＣ；Ｉｓシステムについても実現できる。

「発明の効果」 本発明の装置を、磁気テープからオプティカルディスク
装置に６３個のファイル転送する場合について、標準の
ＶＭＳバックアップ動作と比較した場合、平均のファイ
ルの大きさがｉ　ｏｏｏから８にバイトまで変化する場
合、約１．５倍の速さから約８゜２倍の速さに変化する
。多くのコンピュータ装置における平均のファイルの大
きさは、７〜９０にバイトの範囲にある。各オプティカ
ルディスク装置は。

１６００バイト／インチのテープドライブ式・ケネデー
９４００　（Ｋｅｎｎｅｄｙ社モデル番号社用デル番号
６本のテープの内容を記憶する。そして、各ファイルは
ほぼ０．１秒でランダムアクセス可能である。

本発明の種々の特徴および利点は詳細な記述から明らか
であり、それゆえ、真実の精神およびその範囲のなかに
ある本発明のそのような特徴および利点の全てを含む添
付の請求の範囲記載の内容によって意図されている。ざ
らに９種々の変形形態および１１正が容易に、いわゆる
当業者によってなされ得るのであり０本発明が図解し記
述した上記具体的な構成および動作に限定されるもので
はなく、すべての適切な変形形態およびその均等なもの
が９本発明の範囲に含まれるべきである。

以上に述べたように９本発明によれば、上述した本発明
の種々の目的が達成された。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来のファイル転送装置の構成図。 第２図は本発明のマルチファイル転送装置を含む全体の
構成を図解する図。 第３図は第２図に示した本発明の装置のプロセッサおよ
びバッファの構成および関連を示す図。 第４Ａ図は本発明の実施例のファイルＩＤリング１８０
の構成例を示す図。 第４Ｂ図は本発明の実施例のツリーアレー１８２の構成
例を示す図。 第４Ｃ図は本発明の実施例のファイル記述リング９０の
構成を示す図。 第５図は相対的なファイル・ロケーションから絶対的な
ファイル・ロケーションへの決定方法を示す図。 第６Ａ図〜第６Ｄ図はそれぞれ本発明の実施例として用
いられるセグメントに区分された中間的な記憶バッファ
１３２，１７２，１７６．１９２の構成を示す図。 第７図はたとえば、消去可能なオプティカルディスク装
置などのディステネーシヨン記憶媒体の物理的な配置を
示す図。 第８図は第３図に示したソース・サーチ・プロセッサ４
０とソース・オーブン・プロセッサ４１を絹み合せた動
作についてのフローチャート。 第９図は第３図に示したソース・リード・プロセッサ１
３０の動作を示すフローチャート。 第１Ｏ図は第３図に示したディステネーシヨン・ライト
・プロセッサ１６０の動作を示すフローチャート。 第１１図は第１０図に示した優先順位割り付は動作につ
いてのフローチャート。 第１２図は第１０図のディステネーシヨン・ライト・プ
ロセッサ１６０によって、書き込みのためのリングがい
かにして選択されるかを示すフローチャート。 第１３図は第３図のディステネーシヨン・ヘッダ・プロ
セッサ１７０の動作を示すフローチャート。 第１４Ａ図〜第１４Ｂ図は第３図のディステネーシヨン
・ディレクトリ・プロセッサ１７４の動作を示すフロー
チャート。 第１５図は本発明の実施例のリングバッファ９０１３２
．１６２，１７２，１７６、ｌ、９２の中間的な内容を
示す図。 第１６図は本発明の実施例のファイルヘッダ５１０の内
容を示す図。 第１７図は本発明の実施例のインデックスファイルの一
部を示す図。 第１８図は本発明の実施例のディレクトリ・エントリを
図解する図。 第１９図は本発明の実施例において作成されるディレク
トリ・ツリーを図解する図。 である。 （符号の説明） １０・・・コンピュータ。 １２・・・ファイル転送ユーティリティ。 １４・・・オペレーティングシステム。 １６・・・ファイル装置。 １８・・・ドライバ装置。 ２０・・・ソースディスク装置。 ２２・・・ディステネーシヨン・ディスク装置２４・・
φディステネーシヨン・ディスク装置。 ３０・・・本発明に基づくマルチファイル転送装置。 ４０・・・ソース・サーチ・プロセッサ。 ４１・・・ソース・オーブン・プロセッサ。 ９０・・・ファイル記述リング。 ９２舎−・エントリ。 ９４・・・インサートポインタ。 ９６・・・リートポインタ。 ９８・・・ライトポインタ。 １００・・・ディレクトリ・ポインタ。 １０２・・・ヘッダポインタ。 １０６〜１１４・・・エントリ。 １３２・・・セグメントに区分されたデータリング。 １６０・・・ディステネーシヨン・ライト・プロセッサ
。 １７０・・・ディステネーシヨン・ヘッダ・プロセッサ
。 １７２・・・ヘッダリング。 １７４幸・・ディステネーシヨン・ディレクトリ・プロ
セッサ。 １７６　・　・ １７８　・ １８０　・ １８２　拳 １９２　・ ２４０争 ・ディレクトリ・セグメント・リング ・遅延リング。 ・ファイルＩＤリング。 ・ツリーアレー ・ディレクトリ・ヘッダ・リング。 ・プロセッサ順序制御ルーチン。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ソース記憶媒体に記憶され、各々のファイルがファ
   イル内容を包含しファイル・ロケーション情報を有する
   複数のファイルを、内容バッファおよび情報バッファを
   有するコンピュータを用いて、ランダムアクセス形記憶
   媒体に転送する方法であって、 （ａ）前記内容バッファに前記各々のファイルのファイ
   ル内容を記憶する段階、 （ｂ）前記情報バッファに前記各々のファイルのファイ
   ル・ロケーション情報を記憶する段階、および、 （ｃ）前記内容バッファが第１の所定のパーセンテージ
   分満杯になったとき前記内容バッファに記憶されている
   ファイル内容の一部を前記ランダムアクセス形記憶媒体
   に書き込み、前記情報バッファが第２のパーセンテージ
   分満杯になったとき前記情報バッファに記憶されている
   ファイル・ロケーション情報の一部を前記ランダムアク
   セス形記憶媒体に書き込む段階、 を具備するマルチファイル転送動作を遂行する方法。 ２、前記内容バッファへの書き込みが前記情報バッファ
   への書き込みとは分離して行なわれる、請求項１記載の
   方法。 ３、前記の段階（ｃ）が、前記ランダムアクセス形記憶
   媒体へアロケーション情報を分離して書き込む段階をさ
   らに具備する、請求項２記載の方法。 ４、前記内容バッファ用の第１のパーセンテージの値が
   前記情報バッファの第２のパーセンテージの値とは異る
   、請求項１記載の方法。 ５、前記内容バッファに記憶されたファイル内容の一部
   が前記ランダムアクセス形記憶媒体の内容領域に書き込
   まれ、前記情報バッファに記憶されたファイルロケーシ
   ョン情報の一部が前記ランダムアクセス形記憶媒体の内
   容領域とは分離された前記ランダムアクセス形記憶媒体
   の情報領域に書き込まれる、請求項１記載の方法。 ６、前記内容バッファおよび情報バッファとがリング状
   のバッファとしてセグメントに区分され、前記第１およ
   び第２のパーセンテージの満杯を示す値が前記セグメン
   トの大きさに等しい、請求項１記載の方法。 ７、前記各ファイルがファイル記述情報と協働し、該複
   数のファイルを転送する方法がさらに（ｄ）該ファイル
   記述情報を前記コンピュータ内に設けられたファイル記
   述バッファに記憶する段階、 を具備する、請求項２記載の方法。 ８、前記情報バッファが、 セグメントに区分されたディレクトリ・ヘッダ・バッフ
   ァ（１９２）， セグメントに区分されたヘッダバッファ（１７２），お
   よび、 セグメントに区分されたディレクトリ・バッファ（１７
   ６）を具備し、 前記内容バッファがセグメントに区分されたデータバッ
   ファ（１３２）を具備し、 前記ファイル内容を記憶する段階（ａ）が、（ａ１）デ
   ータファイルを記憶している前記ソース記憶媒体から受
   け入れた前記ファイル内容を前記データバッファに記憶
   する段階 を具備し、 前記ファイル・ロケーション情報を記憶する段階（ｂ）
   が、 （ｂ１）前記ファイル記述情報からファイル・ディレク
   トリ・エントリを生成し、該生成したファイル・ディレ
   クトリ・エントリを前記ディレクトリ・バッファに記憶
   する段階，（ｂ２）前記ファイル記述情報からファイル
   ヘッダを生成し、該生成したファイルヘッダを前記ヘッ
   ダバッファに記憶する段階、および、 （ｂ３）前記ファイル記述情報からディレクトリ・ヘッ
   ダを生成し、該生成したディレクトリ・ヘッダを前記デ
   ィレクトリ・ヘッダ・バッファに記憶する段階， を具備し、 前記ファイル内容の一部およびファイル・ロケーション
   情報の一部を書き込む段階（ｃ）が、（ｃ１）前記ラン
   ダムアクセス形記憶媒体に、前記データバッファ，ディ
   レクトリ・バッファ，ヘッダバッファおよびディレクト
   リ・ヘッダ・バッファの１セグメントの全ての内容をそ
   れぞれ分離して書き込む段階、および、 （ｃ２）前記ランダムアクセス形記憶媒体の各部が割り
   付けられていることを、前記ランダムアクセス記憶媒体
   に示す段階 を具備する、請求項７記載の方法。 ９、前記ディレクトリ・ヘッダを生成し記憶する段階（
   ｂ３）において、前記ディレクトリが前記段階（ｃ１）
   において書き込まれる前に、前記ディレクトリ・ヘッダ
   が記憶され、 前記ディレクトリが書き込まれた場合、前記ランダムア
   クセス形記憶媒体に割り付けを示す段階（ｃ２）におい
   て前記ディレクトリ・ヘッダが更新される、 請求項８記載の方法。 １０、前記ファイル記述バッファが複数のエントリを有
   し、また前記ファイル記述バッファが、前記ファイル記
   述情報を記憶する段階（ｄ）のファイル記述情報を前記
   ファイル記述バッファ内のどのエントリに記憶すべきか
   を示すインサートポインタ（９４）、 前記データバッファにファイル内容を記憶する段階（ａ
   １）においてどのファイルが記憶されるかを示すリード
   ポインタ（９６）， 前記データバッファ，ディレクトリ・バッファ，ヘッダ
   バッファおよびディレクトリ・ヘッダ・バッファの１セ
   グメントの全ての内容をそれぞれ分離して書き込む段階
   （ｃ１）においてどのファイル内容が書き込まれるかを
   示すライトポインタ（９８）， 前記ファイル・ディレクトリ・エントリを生成し記憶す
   る段階（ｂ１）において記憶されるディレクトリ・エン
   トリを示すディレクトリ・ポインタ（１００）、および
   、 前記段階（ｂ２）において記憶されるファイルヘッダを
   示すヘッダポインタ（１０２） と協働する、請求項８記載の方法。 １１、ランダムアクセス形・非取り外し式記憶媒体から
   、取り外し可能・消去可能なオプティカルディスクに、
   各々のファイルがファイル内容および該ファイルの目録
   を示すディレクトリを包含する複数のファイルを、コン
   ピュータを用いて転送する方法であって、 （イ）前記ランダムアクセス形・非取り外し式記憶媒体
   上に前記ディレクトリおよびファイルを配置し、前記コ
   ンピュータ内に設けられたファイル記述リングバッファ
   （９０）にデータファイルおよびディレクトリ・ファイ
   ル・エントリを生成し、前記ファイル記述リングバッフ
   ァ用のインサートポインタ（９４）の値を進める段階、 （ロ）各データ・ファイル・エントリ用のファイル内容
   を検索し、該ファイル内容を前記コンピュータ内に設け
   られセグメントに区分されたファイル内容リングバッフ
   ァに記憶し、前記インサートポインタが前記ファイル記
   述リングバッファ用のリードポインタ（９６）の値に一
   致していない場合前記リードポインタの値を進める段階
   、（ハ）前記ファイル記述リングバッファの各データ・
   ファイル・エントリ用のファイルヘッダを生成し、該フ
   ァイルヘッダを前記コンピュータ内に設けられセグメン
   トに区分されたファイル・ヘッダ・リング・バッファに
   記憶し、前記ファイル記述リングバッファ用のファイル
   ・ヘッダ・ポインタ（１０２）の値がライトポインタ（
   ９８）の値と一致していない場合該ファイルヘッダの値
   を進める段階、 （ニ）前記ファイル記述リングバッファの各ディレクト
   リ・ファイル・エントリおよび各データ・ファイル・エ
   ントリ用のディレクトリ・エントリを生成し、該ディレ
   クトリ・エントリを前記コンピュータ内に設けられセグ
   メントに区分されたディレクトリ・リング・バッファに
   記憶し、前記ファイル記述リングバッファ用のディレク
   トリ・ポインタの値が前記ファイル・ヘッダ・ポインタ
   の値と一致していない場合該ディレクトリ・ポインタの
   値を進める段階、 （ホ）前記ファイル記述リングバッファの各ディレクト
   リ・ファイル・エントリ用のディレクトリ・ヘッダを生
   成し、該生成したディレクトリ・ヘッダを前記コンピュ
   ータ内に設けられセグメントに区分されたディレクトリ
   ・ヘッダ・リングバッファに記憶し、前記ファイル記述
   リングバッファ用のディレクトリ・ポインタの値が前記
   インサートポインタの値に一致していない場合該ディレ
   クトリ・ポインタの値を進める段階、 （ヘ）前記セグメントに区分された複数のリングバッフ
   ァのうちの１つの１セグメントの内容を１セグメントが
   満杯の時前記オプティカルディスクの対応する領域に書
   き込み、前記ファイル内容バッファまたは前記ディレク
   トリ・リングバッファの内容が書き込まれた場合前記オ
   プティカルディスクの書き込まれた部分が前記コンピュ
   ータ内に設けられたアロケーション制御リスト・リング
   に利用されているかを示す段階、 （ト）該段階（ヘ）において前記ファイル内容リングバ
   ッファからの内容が書き込まれている場合、前記ファイ
   ル記述リングバッファ用のライトポインタの値を進める
   段階、および、 （チ）前記アロケーション制御リスト・リングの内容を
   前記オプティカルディスクの対応する領域に書き込む段
   階、 を具備する、ランダムアクセス形・非取り外し式記憶媒
   体から取り外し可能・消去可能なオプティカルディスク
   に複数のファイルを転送する方法１２、複数のファイル
   の転送を行なう装置であって、 ソースファイル、およびソースファイル・ロケーション
   情報を記憶するランダムアクセス形ソース記憶媒体（２
   ０）、 ディステネーシヨン・ファイル、およびディステネーシ
   ヨン・ファイル・ロケーション情報を記憶するランダム
   アクセス形ディステネーシヨン記憶媒体（２４）、およ
   び、 コンピュータ（１０）を具備し、 該コンピュータが、前記ソース記憶媒体およびディステ
   ネーシヨン記憶媒体に接続され、また、ファイル記述バ
   ッファ（９０）、データバッファ（１３２）、およびロ
   ケーション情報バッファ（１７２，１７６，１９２）を
   有し、さらに該コンピュータが、 前記ソース記憶媒体内の記憶内容を検索して転送される
   べきファイルを検索し、各ファイル用のファイル記述情
   報を前記ファイル記述バッファに記憶する、検索手段（
   ４０）、 前記ソース記憶媒体からのファイルの内容を読みだし、
   該ファイルの内容を前記データバッファに記憶するファ
   イルリード手段（１３０）、前記ファイル記述情報から
   ファイル・ロケーション情報を生成し、該ファイル・ロ
   ケーション情報を前記ロケーション情報バッファに記憶
   するファイル配置手段（１７０，１７４）、および、前
   記データバッファが所定のパーセンテージ分満杯になっ
   た場合前記データバッファの内容の一部を前記ディステ
   ネーシヨン記憶媒体に書き込み、前記ロケーション情報
   バッファが所定のパーセンテージ分満杯になった場合前
   記情報バッファの内容の一部を前記ディステネーシヨン
   記憶媒体に書き込む、書き込み手段（１６０）、 を具備する、 複数のファイル転送を行なう装置。 １３、動作処理を行なうコンピュータにそこで用いられ
   るデータをある単位ごとに記憶するデータ記憶システム
   であって、 前記単位ごとのデータをリング状に記憶するリングバッ
   ファ、および、 各々が上記データ単位を示し、該データ単位について動
   作が行なわれていることを示す、少なくとも３種の動作
   ポインタ、 を具備する、データ記憶システム。 １４、前記データ記憶システムがさらに、 ファイル内容、およびそのファイル内容の記憶を示す前
   記動作ポインタのうちの第１のポインタを記憶する、デ
   ータ内容バッファ、 ファイル・ロケーション情報、および該ファイル・ロケ
   ーション情報の記憶を示す前記動作ポインタのうちの第
   ２のポインタ、および前記リングバッファの利用可能な
   空きを示す前記動作ポインタのうちの第３のポインタ、
   を記憶するロケーション情報バッファ、 を具備する、請求項１３記載のデータ記憶システム。 １５、前記ポインタが前記リングバッファの周囲に決っ
   た順序で存在する、請求項１４記載のデータ記憶システ
   ム。