JPH0348949A - データ処理装置およびデータファイル管理方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、２種類以上の記録媒体に対して種頴の異なる
ことを意識せずにアクセスできるデータ処理装置、およ
び追記型光ディスクに対して書き替え可能記憶媒体と同
じような階層型ファイル管理ができるデータファイル管
理方法に関するものである。

【従来の技術〕

一般に、追記型光ディスクは、画像データの登録を目的
とした専用の電子ファイルシステムとして利用されてい
る。しかしながら、追記型光ディスクでは、データの書
き込みを１回だけしか行うことができず、その書き込ま
れたデータを訂正して書き替えることができないため、
ファイル管理方式として磁気ディスクあるいはフレキシ
ブルディスク等の書き替え可能な記録媒体用の管理方式
をそのまま利用することができない。

ところで、従来の光デイスクファイルの管理方法は、管
理用ファイルとして磁気ディスクまたはフレキシブルデ
ィスク等の書き替え可能な記録媒体を用いて管理を行っ
ている１例えば、電子ファイルシステム等では、画像デ
ータを光ディスクに記録するとともに、管理用のプログ
ラムや数値データ等は磁気ディスクまたはフレキシブル
ディスクに記録していた。また、追記型光ディスクをア
クセスする場合には、書き替えが不可能であるという前
提の下で、アプリケーションプログラムにより書き替え
不可能であることを判断して、コマンドをディスク駆動
装置に送出している。

ところで、ｆ＆近では、ＬＡＮを構成するワークステー
ションやパーソナルコンピュータにおいて、追記型光デ
ィスクを外部ファイルとして用い、これにプログラムデ
ータや数値データを格納する必要が生じている。しかし
、前述のように、追記型光ディスクでは従来より使用さ
れている書き替え可能な記録媒体のファイル管理をその
まま適用できないので、これを適用できるようにするこ
とが課題となっている。すなわち、従来のファイル管理
方式を書き替え可能な記録媒体と同じように利用するた
めには、見掛は上、これらの記録媒体と同じファイルの
管理が追記型光ディスクに対しても可能になることが必
要である。

書き替え可能な記録媒体を外部ファイルに持つパーソナ
ルコンピュータやワークステーションでは、ツリー状の
ディレクトリを用いた階層型のファイル管理を行ってい
る（例えば、石田晴久著ＦｕＮ　Ｉ　ＸＪ　１９８２共
立出版社発行、ｐ９．７９〜＋０２７７３第６章および
第７章参照）、上記文献では、オペレーティングシステ
ム（Ｏ８）としてＵＮＩＸを用いており、各ディレクト
リには、自分自身と現ディレクトリと子供に該当するフ
ァイル（またはディレクトリ）に対してそれぞれポイン
タを持たせている。これらのポインタは、最終的にファ
イルまたはディレクトリの実体の格納実アドレスを指示
することにより、ツリー構造を実現している。

〔発明が解決しようとする課ｆｆ１） 前述のように、パーソナルコンピュータやワークステー
ション等においては、従来よりツリー状のディレクトリ
を用いた階層型のファイル管理を行っているため、パー
ソナルコンピュータやワークステーション等の外部ファ
イルとして追記型光ディスクを用いる場合においても、
この階層型ファイル管理方法をそのまま利用できるよう
にすることが望ましい。

しかしながら、追記型光ディスクの記録媒体上の同一位
置には１回しか情報を書き込むことができないため、従
来のファイル管理方法をそのまま適用したのでは、極め
てメモリ容量に対する使用効率が悪いという問題がある
。

ＵＮＩＸでは、ファイルの作成が極めて簡単であって、
名前を付けてファイルを新たに作成すればよい、これら
のファイルの管理を行うために。

全体をツリー状に分類してディレクトリを設け、そこに
ある種のファイルだけを集める。

第２７１１（ａ）および（ｂ）は、それぞれディスクの
内Ｓ構成図とその中のｉノード（ファイル制御ブロック
）の構成図である。

ＵＮＩＸでは、第２７図（ａ）に示すように、５１２バ
イトのブロックの集りを持ったディスクからなる。これ
らのブロック群の中のブロックＯはブート（システム起
動）用であり、ブロックｌはスーパーブロック（ボリュ
ーム管理簿に該当する）で、ファイル全体のブロック数
と空きブロックの数等が記録されている。ブロック２か
らｍまでは、ｉリスト（ｉｎｄｅｘ）、つまりｉノード
（ファイル管理情報）のリストが格納されており、ブロ
ックｍ＋１以降にはディレクトリの内容およびファイル
の内容が実際に格納される。

この中のｉノードは、第２７図（ｂ）に示すように、デ
ィレクトリの中のファイル名に対応する１番号（ポイン
タ）によりアクセスされる。１ノードの中には、リード
／ライト／実行を許可するか否かの型と保護モード、こ
のファイルが何箇所の他のディレクトリからリンクされ
ているかを示すリンク数、このファイルの所有者の名前
を記載したユーザＩＤ、およびその人が属するグループ
名であるグループＩＤが格納されている０次に、ブロッ
クアドレスの領域には、１つのファイルが構成されるブ
ロックのアドレス（各々３バイトのブロック番号）が格
納され、ポインタアドレス領域には、末端ブロックへの
ブロックアドレスを収容したブロックを指し、さらにそ
のブロックから他のブロックを指すという２重索引法に
よるポインタアドレスが格納されている。

この図から明らかなように、ファイルが大きくなるとポ
インタ表をたどる必要があるため、ディスクへのアクセ
スは遅くなる。従って、膨大なファイルを扱う場合には
、ディスクに対してディスクキャッシュを設けて、アク
セスの高速化を図っている。

このようなツリー状のファイル管理方法を、追記型光デ
ィスクに適用した場合を考える。

いま、ディレクトリＡを親とするファイルＢを新たに作
成する際には、先ずファイルＢを光ディスクに記録する
と同時に、ファイルＢに対するポインタをディレクトリ
Ａに追加する必要がある。

しかしながら、追記型光ディスクでは、データの更新処
理を行う場合には、−旦旧データ格納領域を無効にし、
新たに未書き込み領域にデータを書き直す処理を行う必
要がある。従って、ディレクトリＡにファイルＢのポイ
ンタ追加処理を行うと、ディレクトリＡの格納アドレス
が変更になるため、Ａに対するポインタを有する全ての
ディレクトリ（親ディレクトリＡおよびＡの子供に該当
するディレクトリ）のデータを更新し、さらにこれらの
更新されたディレクトリに対するポインタを有する全て
のディレクトリのデータを更新する必要がある。つまり
、最終的には、全てのディレクトリのデータを更新しな
ければならない。前述のように、これらの全てのディレ
クトリのデータの更新処理は、光ディスクの未書き込み
領域に新たにデータを書き直すことになるので、メモリ
容量の効率が極めて悪くなる。

本発明の目的は、これら従来の課題を解決し、２種類以
上のデータ記録媒体をアクセスする場合に、種類の異な
る記録媒体であることを意識せずにユーザプログラムか
らアクセスできるデータ処理装置を提供することにある
。

また、本発明の他の目的は、ユーザプログラムから追記
型光デイスクファイルをアクセスする場合に適したデー
タファイル管理方法を提供することにある。

【課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のデータ処理装置は、
アプリケーションプログラム（第２２図の４００）とオ
ペレーティングシステム（第２２図の４２０）の間に、
書換え可能な記録媒体に対するファイルアクセスコマン
ドと同一形式のファイルアクセスコマンドを追記型記録
媒体固体の形式のファイルアクセスコマンドに変換する
手段（第２２図の４１０）を設け、該アプリケーション
プログラムから追記型記録媒体に対して、書換え可能な
記録媒体に対するコマンドと同一形式のファイルアクセ
スコマンドによりアクセス要求を行い、上記ファイルア
クセスコマンド変換手段で上記コマンドを追記型記録媒
体へのアクセスコマンドに変換することにより、上記オ
ペレーティングシステムは追記型記録媒体のデータファ
イルのステージング、ファイル読出し、ファイル書込み
、およびファイル削除の各処理を実行することに特徴が
ある。また、本発明のデータファイル管理方法は、（イ
）ディレクトリとディレクトリ（第２５図のａ〜ｄ）、
およびディレクトリとファイル（第２５図のｄとＦ）の
各親子関係を、各ディレクトリ、フアイルのそれぞれに
ｌ対ｌに対応する数値（第２５図の１００，２００）な
いし記号（第２５図のａ。

ｂ、・・）の照合により表現することによって、データ
ファイルないしディレクトリの作成、更新。

削除ならびにディレクトリ・ファイルの変更の各処理を
実行することに特徴がある。また、（ロ）上記データフ
ァイルないしディレクトリの作成、更新、削除を含む処
理の影響によるデータの変更処！！！（第２５図のす、
）は、当該データファイルないしディレクトリに対して
だけに限定して行うことにも特徴がある。また、（ハ）
任意のディレクトリと該ディレクトリを親とする子のデ
ィレクトリ（第２５図のａとｂ）、および任意のディレ
クトリと該ディレクトリを親とする子のデータファイル
（第２５図のｄとＦ）は、それぞれ親子関係に関する情
報を子側だけが有することにも特徴がある。

また、（ニ）任意のディレクトリと該ディレクトリを親
とする子のディレクトリ、および任意のディレクトリと
該ディレクトリを親とする子のデータファイルを、各デ
ィレクトリ、ファイルそれぞれに１対１に対応する数値
ないし記号の照合により表現し、親子関係に関する情報
を視測と子側との双方に有し上記データファイルないし
ディレクトリの作成、更新、削除を含む処理の影響によ
るデータの変更処理を、当該データファイルとディレク
トリ以外に該データファイルとディレクトリの親ディレ
クトリまでに限定して行うことにも特徴がある。また、
（ホ）データファイルおよびディレクトリに対応した検
索情報（第８ｒｇＪの１００）を上記ディレクトリ・フ
ァイルに記録し、ファイルアクセス時に入力したアクセ
スキーの最上位キーに一致するキーを有するディレクト
リないしデータファイルの検索情報（第２６図の■）を
、現在有効なディレクトリの下位ディレクトリないしデ
ータファイルの検索情報の中から読み出し、さらに読み
出した上記ディレクトリの下位ディレクトリないしデー
タファイルの検索情報の中から次のキーに一致するキー
を有するディレクトリないしデータファイルの検索情報
を読み出す処理を繰り返すことにより、上記アクセスキ
ーが指定するデータファイルの検索情報を読み出し、上
記デルタファイルの検索情報からデータファイルに格納
されているデータをアクセスすることにも特徴がある。

また、（へ）追加型記録媒体のデータファイルないしデ
ィレクトリ・ファイルに対して、データないしディレク
トリの削除、更新の処理を行う場合（第１７図および第
１８図）、旧データおよび該旧データの検索情報を消去
せずに、削除、更新を行ったことを示す情報を上記検索
情報に追記していくことく第１７図のステップ２２６お
よび第１８図のステップ１４６）に特徴がある。また、
（ト）データファイルの旧データおよび該旧データの検
索情報を読み出す場合（第２０図）、該旧データおよび
該旧データの検索情報を読み出すコマンドを設けて、該
コマンドにより読み出すことにも特徴がある。また、（
チ）データファイルないしディレクトリの更新処理を行
う場合、上記データファイルないしディレクトリの検索
情報に履歴情報（第８図のバージョンナンバ１１３）を
付加することにも特徴がある。また、（す）データファ
イルのデータが更新された後に、更新前のファイルを読
み出したい場合（第２０図）、入力されたアクセスキー
と一致するキーを有し、かつ入力された履歴情報と一致
する履歴情報を有するファイルの検索情報を読み出すこ
とにも特徴がある。さらに、（ヌ）データファイルのデ
ータが削除された後、削除的のファイルを読み出したい
場合、入力されたアクセスキーと一致するキーを有する
ファイルの検索情報を、削除を行ったことを示す情報が
追記されている検索情報の中から読み出すことにも特徴
がある。

〔作　　用〕

本発明においては、ツリー状の親子関係の表現を、従来
のようなデータの格納アドレスによる表現にせず、各デ
ィレクトリとファイルに１対１に対応した数値または記
号を用いて表現する。これにより、任意のディレクトリ
データを更新して、格納アドレスが変更しても、他のデ
ィレクトリに影響を及ぼさないため、容量効率が向上す
る。また、親子関係の情報を子供の側にだけ持たせるこ
とにより、ファイルやディレクトリの新規作成の際にも
親ディレクトリに何も影響を及ぼさないようにする。ま
た、ファイルやディレクトリの更新・削除処理を行う場
合、旧データを消去せずに更新・削除を行ったことを示
す情報を検索情報に追記していくことにより、無駄な処
理を省くことができる。さらに、登録・検索等のために
、アプリケーションプログラムから光ディスクへアクセ
スする場合、磁気ディスク等の書き替え可能な記録媒体
へのコマンドと同一のコマンドを用い、このコマンドを
コマンド変換回路に入力してデータアクセスコマンドに
変換することにより、上位のアプリケーションプログラ
ム側では、追記型光ディスクが書き替え不可能であるこ
とを意識せずにアクセスすることができるようにした。

Ｃ実施例〕 以下、本発明の実施例を、図面により詳細に説明する。

第１［ｉｌは、本発明の一実施例を示す光デイスクファ
イル管理システムの全体構成図である。

第１図において、１１はシステム全体の動作を制御する
処理袋Ｃ（マイクロプロセッサ八　」２は処理装置１１
が実行するための各種プログラムを格納するプログラム
メモリ、１３はこれらのプログラムの実行過程で生じる
データを一時的に格納するワークメモ（ハ　１４は各種
のファイルを格納するファイルメモリ、１５はデイスプ
レィに表示すべきデータが格納されるリフレッシュメモ
１ハ］６はリフレッシュメモリ１５の内容を順次読み出
してこれを表示画面に出力するためのデイスプレィ制御
装置、１７は処理結果や入力内容を画面に表示するデイ
スプレィ装置、１８は本発明による記録方法でファイル
の記録再生を行う光ディスク、１９はディレクトリ・フ
ァイル検索テーブルを格納する光デイスクインデックス
メモリＡ（第９図のディレクトリ・ファイル検索テーブ
ル］２０参照）、２０は有効ディレクトリ・ファイル検
索テーブルを格納する光デイスクインデックスメモリＢ
（第１０図の有効デイレクトリーフアイル検索テーブル
１３０参照）、２１は親子ＩＤ対応テーブルを格納する
光デイスクインデックスメモリＣ（第１１図の親子ＩＤ
対応テーブル＋４０参照）、２２はパラメータテーブル
（第１２図の３５０参照）を格納する光デイスクステー
タスメモリ、２３は領域管理テーブル（第１３図の１６
０参照）を格納する光デイスク領域管理メモリ、２４は
このシステムに対して各種の制御指示やデータを入力す
るためのキーボード、２５は表示画面上でカーソルによ
る位置を指定するためのボインティング装置（マウス）
、２６は光デイスクコマンド変換テーブル（第２３図の
３＋ｏｐ照）を格納する光デイスクコマンド変換テーブ
ルメモリ、２７は光ディスク１８に対するアクセスコマ
ンドを格納する光デイスクコマンドメモリである。

光ディスク１８のディレクトリ・ファイル領域とデータ
領域に記述された各ディレクトリとデータファイルとの
関係を、概略説明する。

第２５図は、ディレクトリとファイルの関係を示す概略
図である。

第２５図に示すように、ディレクトリとデイレクトｌハ
ディレクトリとファイルとは親子関係を示すツリー構造
を形成している。ａは最上位の親であり、その子として
はす、　ｂ、が存在し、ｂを親とする子にはＣ，Ｃ，が
、ｂｌを親とする子にはｃ８が存在する。また、Ｃを親
とする子にはｄ、ｄ、が存在し、ディレクトリｄを親と
する子にはファイルＦ１が接続されている。ディレクト
リｄ１を親とする子には、ファイルＦ、が接続されてい
る。　従来は、これらのディレクトリには自分のアドレ
スと子のアドレスとが記録されていたが、本実施例では
、これらのディレクトリにはアドレスは記録せず、各デ
ィレクトリ、ファイルそれぞれｌ対ｌに対応する数値ま
たは記号等の照合により表現している。すなわち、第２
５図に示すように、ａ。

ｂ　１ｂｌｌｃｌＣＩｌＣＩｌｄｌｄｌｌｄｌｌｄｌｌ
ＦｌｌＦｌｌＦ＃ＩＦ４等の記号が付されるか、または
１００，２００゜３００のように数値が付される０本実
施例では、ディレクトリとディレクトリ、ディレクトリ
とファイルの親子関係に関する情報を、子側だけが有し
ている。すなわち、ｂ、　ｂ、にはそれらの親がａであ
るという情報のみを持っている。また、Ｃ２Ｃ，、Ｃ，
にはそれらの親がす、　　ｂ、であるという情報のみを
持っている。そして、これらのディレクトリまたはファ
イルを新たに作成する場合、更新する場合、または削除
する場合には、従来のように、それらの処理に伴うデー
タの変更を親やその親、さらにその親にまで行わず、当
該ファイルまたはディレクトリのデータを変更するだけ
でよい。

いま、第２５図のディレクトリｂ１　の内容を更新した
場合には、追記型であるため同一領域のデータを更新す
ることは不可能であり、従って別の領域にす、を記録す
る。そして、　ａが親であるという情報も記録する。こ
の場合、親子ＩＤ対応テーブル１４０には、実線で示す
親子関係の記録を変更して、破線で示すような親子関係
の記録を行う。

すなわち、ａを親とする子にはす１、ｂ、を親とする子
にはＣ１を、それぞれテーブルに記載する。

このように、作成、変更、削除の処理でデータを変更す
る場合には、当該ディレクトリまたはファイルのみを変
更するだけでよい。

また、第２実施例として、ディレクトリとディレクトリ
、ディレクトリとファイルの親子関係に間する情報を、
当該ディレクトリまたはファイルと視測の両方が有する
ようにする。例えば、実線で示す関係にあったＣ１のデ
ィレクトリの内容を変更する場合には、破線で示すよう
な関係を当該ディレクトリＣ１とその親のｂｌの両方に
記録する。

すなわち、ディレクトリＣ１の内容を変更した場合、書
き換えは不可能であるため、別の領域にＣ１を作って内
容を変更するとともに、視測のｂｌもす、に記録し直し
、そこに子側の元の子であるＣ、と現在の子であるＣ、
を記録する。

次に、第２図〜第８図を用いて、本実施例における光デ
ィスク１８のデータフォーマットについて、詳述する。

光ディスク１８に対してデータアクセスを行う場合には
、ディスク上で物理的に分割されたブロック単位にアク
セスを行い、各ブロックには連続的にアドレスが付けら
れている（以下、ブロックアドレスと呼ぶ）。

第２図は、第１［ｉ２＋における光ディスクの記録領域
全体の領域区分図である。

光ディスク１８は、ファイルの実体データが記録される
データ領域３３と、ディレクトリ・ファイルの検索情報
が記録されるディレクトリ・ファイル領域３２と、これ
らのデータ領域３３とディレクトリ・ファイル領域３２
の位置情報が記録される初Ｍ読出頭域３１とに分割され
ている。

第３図は、第２図における初期読出領域のデータフォー
マット図である。

：′ｒＳ３図において、４１は領域の種別（すなわち、
ディレクトリ・ファイル領域か、またはデータ領域の区
別）が記録される領域、４２は当該領域の開始ブロック
アドレスが記録される領域、４３は当該領域の終了ブロ
ックアドレスが記録される領域、４４は無効データが記
録される領域である。

領域の位置情報は、ｌブロックに１個ずつ記録され、ブ
ロック内の無効データ領域４４には０が記録される。

次に、第４図〜第８図により、第２図におけるディレク
トリ・ファイル領域３２のデータフォーマットを説明す
る。

第４図には、ディレクトリ・ファイル領域３２の領域構
成が示される。第４図において、５３はｌブロックにデ
ィレクトリ・ファイルの検索情報が１つだけ記録されて
いる非バック領域、５２は非バック領域５３に記録され
ている検索情報をｎ個分まとめてｌブロックに記録され
ているバック領域１．５１はパック領域５２と非バック
領域５３の位置が記録されている領域分割情報である。

パック領域５２と非バック領域５３の領域サイズの関係
は、次式のようになっている。

ｎＸ（バック領域サイズ）≦（非バック領域サイズ）≦
ｎＸ（バック領域サイズ）＋（ｎ−１）・　（１） 第２６図は、第４図の詳細説明図である。

いま、ｎ＝４とすると、第２６図に示すように、検索！
＋１報が４個未満の場合には、非バック領域５３に■■
■と記録していき、検索情報が４個になったときに始め
て■〜■の検索情報をバック領域５２に書き込み、第１
列目に格納する。次の検索情報が■〜■の７個までのと
きには非バック領域５３に再び３個分だけ記録する。４
個になったときに■〜■の４個分をバック領域５２の第
２列目に格納する。従って、上式（１）の等号（＝）は
、ｎ＝４のときに検索情報が４の倍数だけ作成された場
合に成立する。不等号が成立するのは、４の倍数以外の
場合であって、非バック領域５３に必ず４未満の数だけ
記録されているからである。しかし、非バック領域５３
に記録されている数は３未満であるから、右端の項のよ
うにバッグ領域５２のサイズに３を加えれば、少なくと
も非バック領域５３に等しいかそれより大きくなる。

第５図には、領域分割情報５１のデータフォーマットが
示される。第５図において、６１はバック領域５２の開
始ブロックアドレス、６２はバック領域５２の終了ブロ
ックアドレス、６３は非バック領域５３の開始ブロック
アドレス、６４は非バック領域５３の終了ブロックアド
レスである。

第６図には、バック領域５２のデータフォーマットが示
される。第６図において、７１はバック領域５２の１ブ
ロツク当りに記録される検索情報の数ｎ、７２はディレ
クトリ・ファイルの検索情報（第８図のデータフォーマ
ット参照）、７３は無効情報、７４は非バック領域５３
において、当該ブロックに記録されている最終検索情報
の次の検索情報が記録されるブロックアドレスである。

第７図には、非バック領域５３のデータフォーマットが
示される。第７図において、８１はディレクトリ・ファ
イル（第８図のデータフォーマット参照）の検索情報、
８２は無効データである。

第８図には、第６図に示したディレクトリ・ファイルの
検索情報のデータフォーマットが示される。第８図にお
いて、１０１は当該検索情報の種類（新規登録情報／更
新情報／被削除情報）、１゜２は当該検索情報に対応す
るディレクトリまたはファイルの名称、＋０３は当該検
索情報に対応するディレクトリまたはファイルに一意に
付けられたｒＤ、１０４は当該検索情報に対応するディ
レクトリまたはファイルの親ディレクトリのＩＤ、１０
５は当該検索情報に対応するディレクトリまたはファイ
ルの種類とアクセス許可に関する情報を表わすモードコ
ード、１０６は当該検索情報に対応するディレクトリま
たはファイルの所有者ＩＤ、１０７は当該検索情報に対
応するディレクトリまたはファイルのグループＩＤ、１
０８は当該検索情報に対応するディレクトリまたはファ
イルの作成日、１０９は当該検索情報に対応するディレ
クトリまたはファイルの作成時間、＋１０は当該検索情
報に対応するものがファイルである場合には、ファイル
実体の記録されている先頭ブロックアドレス、当該検索
情報に対応するものがディレクトリである場合には無効
情報、Ｉｌｌは当該検索情報に対応するものがファイル
である場合には、ファイル実体の記録されているブロッ
ク長、当該検索情報に対応するものがディレクトリであ
る場合には無効情報、＋１２は当該検索情報に対応する
ものがファイルである場合にはファイル実体のバイト長
、当該検索情報に対応するものがディレクトリである場
合には無効情報、１１３は当該検索情報に対応するディ
レクトリまたはファイルのバージョンナンバである。こ
のバージョンナンバが、後述の履歴情報のことである。

次に、第９図〜第１３図および第２４図により、このシ
ステムで使用されるテーブルのデータフォーマットを説
明する。

第９図には、ディレクトリ・ファイル検索テーブル１２
０のデータフォーマットが示される。

第９図において、＋２１は第８図にそのデータフォーマ
ットが示されているディレクトリ・ファイルの検索情報
である。ディレクトリ・ファイル検索テーブル１２０に
は、光ディスク１８に記録されている検索情報の全てが
格納される。

第１Ｏ図には、有効ディレクトリ・ファイル検索テーブ
ル１３０のデータフォーマットが示される。

第１０図において、１３１は第８図にそのブタフォーマ
ットが示されているディレクトリ・ファイルの検索情報
である。有効ディレクトリ・ファイル検索テーブル１３
０では、検索情報の更新、削除等の処理を行った後に、
ディレクトリ・ファイルＩＤ１０３でソーティングされ
た検索情報を格納する。

第１１図には、親子ＩＤ対応テーブル１４０のデータフ
ォーマットが示される。第１１図において、１４１は族
ディレクトリＩＤ、１４２はディレクトリ・ファイルＩ
Ｄである。

第１２図には、ステータスデータテーブルＪ５０のデー
タフォーマットが示される。第１２図において、＋５１
は現ディレクトリ（ワークディレクトリ）ＩＤ、１５２
は総検索情報数、１５３は有効検索情報数（最終ディレ
クトリ・ファイルＩＤ）、１５４はデータ領域３３の未
書き込みブロックの先頭ブロックアドレス、１５５はパ
ック領域５２の未書き込みブロックの先頭ブロックアド
レス、１５６は非パック領域５３の未書き込みブロック
の先頭ブロックアドレスである。

第１３図には、光デイスク領域管理テーブル１６０のデ
ータフォーマットが示される。第１３図において、１６
１はデータ領域３３の開始ブロックアドレス、１６２は
データ領域３３の終了ブロックアドレス、１６３はディ
レクトリ・ファイル領域３２の開始ブロックアドレス、
１６４はディレクトリ・ファイル領域３２の終了ブロッ
クアドレス、１６５はパック領域５２の開始ブロックア
ドレス、１６６はパック領域５２の終了ブロックアドレ
ス、１６７は非パック領域５３の開始ブロックアドレス
、１６８は非パック領域５３の終了ブロックアドレスで
ある。

第２３図には、光デイスクコマンド変換テーブル３１０
のデータフォーマットが示される。第２３図において、
３１１は磁気ディスク等の書き秤え可能媒体に対するコ
マンド名称、３１２は上記コマンドに対応する光デイス
ク用のコマンド名称である。この光デイスクコマンド変
換テーブル３１０も、本発明にとっては最も重要なテー
ブルである。このテーブル３１０がアプリケーションプ
ログラムとオペレーティングシステムの間に設けられる
ことにより、アプリケーションプログラムでは、種類の
異なるファイルであることを意識せずにアクセスコマン
ドを発行することができる。

すなわち、アプリケーションプログラムから種類の異な
る全てのファイルに対して同一のコマンドを発行すると
、対象が書き換え可能な記録媒体か書き換え不可能な追
記型記録媒体かを判断した後、後者の場合にはこのテー
ブルを参照して追記型光ディスクへのアクセスコマンド
に変換するのである。

次に、第１４図〜第２１図により、光デイスクコマンド
メモリ２７に格納されている光デイスクコマンドの処理
フローを説明する。

第１４図は、本発明における光ディスクのステージング
処理のフローチャートである。

ステージング処理とは、光ディスクの内容を参照して、
予め種々のテーブルを作成する処理のことであって、ア
クセス時には先ずこれらのテーブルを参照することによ
り必要な情報を得、データ以外に直接光ディスクを参照
しないですむようにしている。

先ず、光ディスク１８の初期読出領域３１のデータを読
み出しくステップ１７１）、そのディレクトリ・ファイ
ル領域３２の開始ブロックアドレスデータかもディレク
トリ・ファイル領域３２の領域分割情報５１を読み出す
（ステップ＋７２）、ステップ１７１，１７２で読み出
した各領域の位置情報から光デイスク領域管理テーブル
１６０を作成し、光デイスク領域管理メモリ２３に格納
する（ステップ１７３）、ｉ域管理テーブル１８０の位
置情報を基にして、光ディスク１８から検索情報を読み
出す（第１５図のフロー参照）（ステップ１７４）、読
み出した検索情報をディレクトリ・ファイルＩＤナンバ
１０３でソーティング処理を行うことによりディレクト
リ・ファイル検索テーブル１２０を作成し、光デイスク
インデックスメモリＡ１９に格納する（ステップ１７５
）。

次に、ディレクトリ・ファイル検索テーブル１２０を複
写して、新たに有効ディレクトリ・ファイル検索テーブ
ル１３０を作成する。有効ディレクトリ・ファイル検索
テーブル１３０内に、もし１つのＩＤに対して複数の検
索情報が存在する場合には、バージョンナンバ１１３が
最も大きい検索情報だけを有効とし、他の当該ＩＤを持
つ検索情報をテーブルから削除する（ステップ１７６）
。

作成した有効ディレクトリ・ファイル検索テーブル１３
０を、光デイスクインデックスメモリＢ２０に格納する
（ステップ１７７）。次に、有効ディレクトリ・ファイ
ル検索テーブル１３０からディレクトリ・ファイルＩＤ
１０３と親ディレクトリＩＤ１０４を抽出し、親ディレ
クトリＩＤ１０４でソーティング処理を行い、親子ＩＤ
対応テーブル１４０を作成する（ステップ１７８）、作
成した親子ＩＤ対応テーブル１４０を、光デイスクイン
デックスメモリＣ２］に格納する（ステップ１７９ン０
次に、データ領域３３を走査して、未書き込みブロック
を検索する（ステップ１８０）。ここまでの処理で得ら
れたデータに基づきステータスデータテーブル１５０を
作成する。そして、現ディレクトリＩＤには、初期値と
してｌを設定する（ステップ１８］）。作成したステー
タスデータテーブル＋５０をステータスメモリ２２に格
納した後（ステップ１８２）、再び上位ルーチンに戻る
。

ここでは、ステップ１７１に戻る。

第１５図は、本発明における光デイスク検索情報読み出
しルーチンの動作フローチャートである。

この処理で、変数ＰＡＤはバック領域５２の開始アドレ
スを指示するポインタの機能を、また変数ＵＰＡＤは非
バック領域５３の開始アドレスを指示するポインタの機
能を、それぞれ示している。

先ず、変数ＰＡＤにバック領域５２の開始ブロックアド
レスを代入する（ステップ１９１）、すなわち、第２６
図の■の領域の先頭アドレスを代入する。ＰＡＤのブロ
ックを調べて未書き込み領域であれば（ステップ１９２
）、変数ＵＰＡＤに非バック領域５３の開始ブロックア
ドレスを代入する（ステップ１９８）。すなわち、第２
６図の非バック領域５３の■のアドレスを代入するので
ある。

もしＰＡＤが未書き込み領域でなければ、ＰＡＤに記録
されているｎ個の検索情報７２を読み出しくステップ１
９３）、ＵＰＡＤに後続非パックブロックアドレス７４
を代入する（ステップ１９４）。

次に、ＰＡＤに１を加算して（ステップ１９５）、Ｐ　
Ａ　Ｄのブロックを調べ、未書き込み領域であれば（ス
テップ１９６）、ＵＰＡＤの検索情報を読み出す（ステ
ップ１９９）。また、ＰＡＤのブロックが未書き込み領
域でなければ（ステップ１９６）、Ｐ　、Ａ　Ｄとバッ
ク領域５２の最終ブロックアドレスとの大小比較を行う
（ステップ１９７）。もし、ＰＡＤがバック領域５２の
最終ブロックアドレスと等しいか、あるいはバック領域
５２の最終ブロックアドレスより小さければ、ステップ
１９３に戻って、ＰＡＤの検索情報の読み出しを行い、
またバック領域５２の最終ブロックアドレスより大きけ
れば、ＵＰＡＤブロックの検索情報８４を読み出す（ス
テップ１９９）。

すなわち、ステップ１９３〜１９７の処理は、第２６図
のバック領域５２の何列まで格納されているかを判断す
る処理である。また、ステップ１９９〜２０２の処理は
、第２６図の非バック領域５３の何列まで記録されてい
るかを判断する処理である。

次に、ＵＰＡＤに１を加算しくステップ２００）、ＵＰ
ＡＤのブロックが未書き込み領域か否かを判断する（ス
テップ２ｏ］）。もし、ＵＰＡＤが未書き込み領域であ
れば、ＰＡＤとＵＰＡＤの値をリターン値として上位ル
ーチンに戻る（ステップ２０３）、また、ＵＰＡＤが未
書き込み領域でなければ、ＵＰＡＤと非バック領域５３
の最終ブロックアドレスとの大１Ｊｚ比較を行う（ステ
ップ２０２）。

ここで、ＵＰＡＤが非バック領域５３の最終ブロックア
ドレスと等しいか、あるいは非バック領域５３の最終ブ
ロックアドレスより／Ｊ％さければ、ステップ１９９に
戻り、ＬＩＰＡＤの検索情報の読み出しを行う。また、
非バック領域５３の最終ブロックアドレスより大きけれ
ば、ステップ２０３に進みＰＡＤとＵＰＡＤの値をリタ
ーン値として上位ルーチンに戻る。ここでは、第１４図
のステップ１７４の光デイスク検索情報読出処理に戻る
。

第１６図は、本発明における光ディスクからのファイル
読み出し処理のフローチャートである。

先ず、ステータスデータテーブル＋５０から現ディレク
トリＩＤＩ　５１を読み出しくステップ２１１）、これ
を基に親子ＩＤ対応テーブル１４０から現ディレクトリ
の子供に該当するディレクトリ・ファイルのＩＤを読み
出す（ステップ２１２）。

次に、有効検索情報テーブル１３０から現ディレクトリ
の子供に該当するディレクトリ・ファイルの検索情報を
読み出しくステップ２１３）、読み出しを指定したファ
イルの検索情報が存在するか否かを判断する（つまり、
指定ファイル名と検索情報のディレクトリ・ファイル名
称１０２との比較を行う）（ステップ２１４）、もし、
存在しなければ、指定ファイルが無い旨のメツセージを
デイスプレィ１７に表示した後（ステップ２１７）、上
位ルーチンに戻る。もし存在すれば、検索情報のモード
コード１０５と所有者ＩＤ１０６、グループＩＤ１０７
を用いて、読み出しが許可されているか否かを判断する
（ステップ２１５）。もし許可されていなければ、ファ
イルに読み出しプロテクトがかかっている旨のメツセー
ジをデイスプレィ１７に表示して（ステップ２１８）、
上位ルーチンに戻る。もし許可されていれば、検索情報
の格納ブロックアドレス１１０と格納ブロック長Ｉｌｌ
とデータ長１１２を用いて、指定ファイルの実体を読み
出しくステップ２１６）、上位ルーチンに戻る。

第１７図は、本発明における光ディスクへのファイル書
き込み処理のフローチャートである。

先ず、ステータスデータテーブル１５０から現ディレク
トリＩＤ１５１を読み出しくステップ２２１）、これを
基に親子ＩＤ対応テーブル１４０から現ディレクトリの
子供に該当するディレクトリ・ファイルのＩＤナンバを
読み出す（ステップ２２２）、　　次に、有効検索情報
テーブル１３０から現ディレクトリの子供に該当するデ
ィレクトリ・ファイルの検索情報を読み出して（ステッ
プ２２３）、読み出しが指定されたファイルの検索情報
が存在するか否かを判断する（つまり、指定ファイル名
と検索情報のディレクトリ・ファイル名称１０２との比
較を行う）（ステップ２２４）、指定されたファイルの
検索情報がない場合、ステータスデータテーブル１５０
から最終ディレクトリ・ファイルｒＤ１５３を読み出し
て（ステップ２２７）、検索情報のデータ種別ｌｏｔを
登録するための登録用の検索情報を作成する（ステップ
２２８）、また、ステップ２２４で、指定されたファイ
ルの検素情報がある場合には、その検索情報のモードコ
ード１０５、所有者ＩＤ１０６およびグループＩＤ１０
７を用いて、書き込みが許可されているか否かを判断す
る（ステップ２２５）。許可されていなければ、ファイ
ルに書き込みプロテクトがかかっている旨のメツセージ
をデイスプレィ装ａ１７に表示して（ステップ２３６）
、上位ルーチンにリターンする。また、許可されていれ
ば、検索情報のデータ種別１０１を更新するための更新
用検索情報を作成して（ステップ２２６）、データ領域
朱書き込みブロックアドレスの読み出し動作に移る（ス
テップ２２９）、この時点で、更新用検索情報のバージ
ョンナンバ１１２には、当該ファイルの旧検索情報のバ
ージョンナンバ１１２に１を加算した値を設定する。デ
ータ領域朱書き込みブロックアドレスの読み出し動作に
おいては。

ステータスデータテーブル１５０からデータ領域朱書き
込み先頭ブロックアドレスｌ’５４を読み出しくステッ
プ２２９）、データ領域３３に新しくファイルを記録す
る空きスペースがあるか否かを判断する（ステップ２３
０）、もし、空きスペースが無ければ、空きスペースが
無い旨のメツセージをデイスプレィ１７に表示して（ス
テップ２３５）、上位ルーチンにリターンする。また、
空きスペースがあれば、そこにファイルの実体を記録し
た後（ステップ２３１）、ステータスデータテーブル１
５０のデータ領域朱書き込み先頭ブロックアドレス１５
４を更新する（ステップ２３２）、次に、ステップ２２
６または２２８で作成した検索情報の格納ブロックアド
レス１１０と格納ブロック長＋１１に実体を記録した位
置情報を設定した後（ステップ２３３）、検索情報更新
処理を行い（第１９図の処理フロー参照）（ステップ２
３４）、上位ルーチンにリターンする。

第１８図は、本発明における光ディスクのファイル削除
処理のフローチャートである。

先ず、ステータスデータテーブル１５０から現ディレク
トリＩＤＩ　５１を読み出しくステップ２４１）、これ
を基にして親子ＩＤ対応テーブル１４ｏから現ディレク
トリの子供に該当するディレクトリ・ファイルのＩＤナ
ンバを読み出す（ステップ２４２）、次に、有効検索情
報テーブルＩ３０から現ディレクトリの子供に該当する
ディレクトリ・ファイルの検索情報を読み出して（ステ
ップ２４３）、読み出しが指定されたファイルの検索情
報があるか否かを判断する（つまり、指定ファイル名と
検索情報のディレクトリ・ファイル名称１０２とを比較
することにより判断する）（ステップ２４４）、指定さ
れたファイルの検索情報がない場合には、指定ファイル
が無い旨のメツセージをデイスプレィ１７に表示して（
ステップ２４８）、上位ルーチンにリターンする。指定
されたファイルの検索情報がある場合には、その検索情
報のモードコード１０５と所有者ＩＤ１０６とグループ
ＩＤ１０７を用いて、書き込みが許可されているか否か
を判断する（ステップ２４５）。もし、許可されていな
ければ、ファイルに書き込みプロテクトがかかっている
旨のメツセージをデイスプレィ１７に表示して（ステッ
プ２４９）、上位ルーチンにリターンする。また、書き
込みが許可されていれば、検索情報のデータ種別１０１
が削除である検索情報を作成して（ステップ２４６）、
検索情報更新処理（第１９図の処理フロー参照）を行い
（ステップ２４７）、上位ルーチンにリターンする。

第１９図は、本発明における検索情報更新ルーチンの処
理フローチャートである。

この処理で、変数ＰＦは第２６図において、非バック領
域５３の未書き込み先頭アドレスから非バック領域５３
の開始アドレスを差引いたアドレスをｎで除算した余り
の値である。すなわち、第２６図に示すように、非バッ
ク領域の開始アドレスを１００１番地とし、現在まで■
〜［相］が記録されている場合には、未書き込み開始ア
ドレスは１０１１番地である。このときのＰＦは、（１
０１１−１００１）÷４＝２余り２となるので、２であ
る０次に、変数ＲＡＤは、非バック領域５３のＰＦ＝Ｏ
のときの未書き込みアドレスからｎを差し引いた値、つ
まりバック領域５２の各列に格納すべき非バック領域５
３の最初のアドレス（ブロック先頭アドレス）である。

例えば、第２６図では、ＰＦ＝０のときの非バック領域
５３のブロック先頭アドレスＲＡＤは１ｏｏｔ番地、１
００５番地、１００９番地であり、実際の未書き込みア
ドレスは１０１３番地であるから、両者を比較すること
により未書き込みアドレス１０１３番地がＲＡ　Ｄの値
に等しいか、小さくなったときに、バッグ領域に書き込
むことになる。

先ず、ステータスデータテーブル１５０から非パック領
域未書き込みブロックアドレス１５６を読み出しくステ
ップ２５１）、非バック領域５３に空きスペースがある
か否かを判断する（ステップ２５２）。もし、非バック
領域５３に空きスペースがなければ、空きスペース無し
のメツセージをデイスプレィ１７に表示して（ステップ
２６つ）、上位ルーチンにリターンする。また、空きス
ペースがあれば、非バック領域５３に検索情報を記録し
て（ステップ２５３）、ステータスデータテーブル１５
０の非バック領域未書き込みブロックアドレス＋５６に
１を加算する（ステップ２５４）。非バック領域未書き
込みブロックアドレスと非バック領域開始ブロックアド
レスの差をｎ（ここで、ｎはバック領域ｌブロック当り
に記録される検索情報の数）で割った剰余数をＰＦに代
入して（ステップ２５５）、ＰＦの値を判定する（ステ
ップ２５６）。もし、ＰＦがＯでなければ、インデック
スメモリＡに検索情報を追加する処理に移り、非バック
領域５３にのみ検索情報を記録する（ステップ２６５）
。また、ＰＦが０であれば、バック領域への検索情報書
き込み処理に移る（ステップ２５７〜２６４）。

バック領域への検索情報の書き込み処理では、先ず変数
ＲＡＤにステータスデータテーブル１５０の非パック領
域未書き込みブロックアドレス１５６からｎを差し引い
た値を設定する（ステップ２５７）、ブロックアドレス
がＲＡＤである非パツク領域内のブロックから検索情報
を読み出して（ステップ２５８）、変数ＲＡＤにｌを加
算しくステップ２５９）、変数ＲＡＤと非バック領域未
書き込みブロックアドレス１５６の大小比較を行う（ス
テップ２６０）、もし、ＲＡＤが非バック領域未書き込
みブロックアドレスよりも小さければ、ステップ２５８
に戻り、またＲＡＤが非バック領域未書き込みブロック
アドレスよりも大きければ、非バック領域５３から読み
出したｎ個の検索情報から第６図に示すフォーマットに
従ってバック領域５２用の検索情報を作成する（ステッ
プ２６１）。

すなわち、ステップ２５８〜２６０によりバック領域５
２に既に格納されている第１列目と第２列目を判断し、
非バック領域き込みアドレス（第２６図の１０１３番地
）がＲＡＤと等しくなったとき、始めてパック置載５３
にブロック書き込みを行う、このとき、第６図のバック
領域中の後続非バックブロックアドレス７４には、ステ
ータスデータテーブル１５０の非バック領域未書き込み
ブロックアドレス１５６を設定する。次に、ステータス
データテーブル１５０からバック領域朱書き込みブロッ
クアドレス１５５を読み出しくステップ２６２）、作成
したバック領域用の検索情報を読み出したブロックアド
レスに記録する（ステップ２６３）。その後、ステータ
スデータテーブル１５０のパック領域朱書き込みブロッ
クアドレス１５５に１を加えて（ステップ２６４）、テ
ーブル更新処理に移る（ステップ２６５〜２６８）。

テーブル更新処理においては、先ずこのルーチンで新し
く記録した検索情報を、インデックスメモリＡ１９に格
納されているディレクトリ・ファイル検索テーブル１２
０に追加し、検索情報のディレクトリ・ファイルＩＤ１
０３でテーブルのソーティングを行う（ステップ２６５
）。次に、このルーチンで新しく記録した検索情報を、
インデックスメモリＢ２０に格納されている有効ディレ
クトリ・ファイル検索テーブル１２０に加えて、更新処
理を行う、新しく記録した検索情報のデータ種別１０１
が登録の場合には、有効ディレクトリ・ファイル検索テ
ーブル１２０の最後尾に新しく記録した検索情報を追加
する。新しく記録した検索情報のデータ種別１０１が更
新の場合には、有効ディレクトリ・ファイル検索テーブ
ル１２０内にあり、かつ新しく記録した検索情報のディ
レクトリ・ファイルＩＤ１０３と同じＩＤを持つ検索情
報を新しく記録した検索情報に変更する（ステップ２６
６）。さらに、更新した有効ディレクトリ・ファイル検
索テーブル＋２０からディレクトリ・ファイルＩＤ＋０
３と親ディレクトリｒＤ１０４を抽出して、親ディレク
トリＩＤ１０４でソーティングを行い、新たに親子ｒＤ
対応テーブル１４０を作成して、インデクスメモリＣ２
１に格納する（ステップ２６７）。最後に、ステータス
データテーブル１５０の更新処理を実行する。すなわち
、ステータスデータテーブル１５０の総検索情報数１５
２に１を加算し、また新しく記録した検索情報のデータ
種別１０１が登録の場合には、有効検索情報数（最終デ
ィレクトリ・ファイルＩＤナンバ）１５３に１を加算す
る（ステップ２６８）。これらの処理を行った後に、上
位ルーチンに戻る。

第２０図は、ファイル来歴表示処理の処理フローチャー
トである。

先ず、ステータスデータテーブル１５０から現ディレク
トリＩＤ１５１を読み出しくステップ２７１）、これを
基にして親子ＩＤ対応テーブル１４０から現ディレクト
リの子供に該当するディレクトリ・ファイルのＩＤナン
バを読み出す（ステップ２７２）。次に、有効検索情報
テーブル１３０から現ディレクトリの子供に該当するデ
ィレクトリ・ファイルの検索情報を読み出しくステップ
２７３）、読み出しが指定されたファイルの検索情報が
あるか否かを調べる（つまり、指定ファイル名と検索情
報のディレクトリ・ファイル名称１０２との比較を行う
）（ステップ２７４）、指定されたファイルの検索情報
がない場合には、指定ファイルがない旨のメツセージを
デイスプレィ１７に表示して（ステップ２７８）、上位
ルーチンに戻る。一方、指定されたファイルの検索情報
がある場合には、その検索情報のディレクトリ・ファイ
ルＩＤ１０３を読み出して（ステップ２７５）、インデ
グスメモリＡＩ９に格納されているディレクトリ・ファ
イル検索テーブル１２０から同じＩＤを持つ検索情報を
読み出す（ステップ２７６）、最後に、読み出した検索
情報をデイスプレィ１７に表示して（ステップ２７７）
、上位ルーチンに戻る。

第２１１ｉ１は、ワークディレクトリ変更処理の処理フ
ローチャートである。

ワークディレクトリは次に処理を行うディレクトリであ
り、現ディレクトリ１０１５１として記録されている。

前の処理でそのままの状態になっているディレクトリの
位置を指定された位置に移動しなければならない、その
ための変更処理が第２１図に示す順序で行われる。

先ず、指定されたワークディレクトリ変更先を判別する
（ステップ２８１）、もし指定されたディレクトリが、
現在のワークディレクトリ自身を示す゛・′である場合
には、変更処理を行わずそのまま上位ルーチンに戻る。

また、もし指定されたディレクトリが、現在のワークデ
ィレクトリの親ディレクトリを示す′・・である場合に
は、ステータスデータテーブル１５０から現ディレクト
リＩＤ１５］を読み出して（ステップ２８２）、これを
基にして有効検索情報テーブル１３０から現ディレクト
リの検索情報を読み出して（ステップ２８３）、ステー
タスデータテーブル１５０の現ディレクトリＩＤＩ　５
１に現ディレクトリの検索情報の親ディレクトリＩＤｌ
Ｏ４を設定して（ステップ２８４）、上位ルーチンに戻
る。

また、指定されたディレクトリが、その他のディレクト
リ名である場合には、ステータスデータテーブル１５０
から現ディレクトリＩＤＩ　５１を読み出しくステップ
２８５）、これを基にして親子ＩＤ対応テーブル１４０
から現ディレクトリの子供に該当するディレクトリ・フ
ァイルのＩＤナンバを読み出す（ステップ２８６）、次
に、有効検索情報テーブル１３０から現ディレクトリの
子供に該当するディレクトリ・ファイルの検索情報を読
み出して（ステップ２８７）、変更先に指定されたディ
レクトリの検索情報があるか否かを調べる（つまり、指
定されたディレクトリ名と検索情報のディレクトリ・フ
ァイル名称１０２との照合を行い、かつモードコードを
調べて、ディレクトリであるか否かを調べる）（ステッ
プ２８８）、指定されたディレクトリの検索情報がある
場合には、ステータスデータテーブル１５０の現ディレ
クトリＩＤ１５１に指定ディレクトリの検索情報のディ
レクトリＩＤ１０３を設定して（ステップ２８９）、上
位ルーチンに戻る。指定されたディレクトリの検索情報
がない場合には、指定ディレクトリがない旨のメツセー
ジをデイスプレィ１７に表示して（ステップ２９０）、
上位ルーチンに戻る。

第２２図は、本発明の一実施例を示すデータ処理装置の
動作のメインフローチャートである。

ユーザプログラムであるアプリケーションプログラム４
００が走行中に、書き換え可能な記録媒体１０および書
き換え不可能な追記型記録媒体１８に対してアクセスす
る場合、従来はそれぞれ異なるコマンドを作成して発行
していた。これに対して、本発明では、第２２図（ａ）
に示すように、アプリケーションプログラム４００とオ
ペレーティングシステム４２０の間に、書換え可能な記
録媒体に対するファイルアクセスコマンドを追記型記録
媒体のファイルアクセスコマンドに変換する変換システ
ム４１０を設けて、アプリケーションプログラム４００
から種類の異なる記録媒体にアクセスするコマンドを全
て同一形式のものにすることができるようにする。従っ
て、アプリケーションプログラム４００から書き換え可
能な記録媒体にアクセスする場合は勿論、書き換え不可
能な追記型記録媒体にアクセスする場合でも、書き換え
可能な記録媒体に対するコマンドと同一形式のコマンド
を発行すればよい。

第２２図（ｂ）は、第２２図（ａ）の変換装置４１０の
動作フローチャートである。アプリケーションプログラ
ム４００からコマンドが発行されると（ステップ３００
）、変換システム４１０は入力されたコマンドの対象が
光ディスクであるか否かを判別する（ステップ３０１）
、もし、コマンドの対象が光ディスクでなければ、何も
変換せずにオペレーティングシステム４２０に送ること
により、オペレーティングシステム４２０では、そのま
まコマンドを実行する（ステップ３０４）、また、コマ
ンドの対象が光ディスクである場合には（ステップ３０
１）、光デイスクコマンド変換テーブル３１０を参照し
て、当該コマンド３１１に対応する光デイスク用のコマ
ンド名３１２に変換しくステップ３０２）、オペレーテ
ィングシステム４２０に転送すると、オペレーティング
システム４２０では第２４図に示す光デイスク用コマン
ド実行ルーチンを実行する（ステップ３０３）。

第２４図は、第２２図における光デイスク用コマンド実
行ルーチンのプログラムフローチャートである。

先ず、実行する光デイスク用コマンドを判別する（ステ
ップ３２１）、実行する光デイスク用コマンドがステー
ジング処理の場合には、第１４図に示すステージング処
理ルーチンを実行しくステップ３２２）、上位ルーチン
に戻る。実行する光ディスク泪コマンドがファイル読み
出し処理の場合には、第１６図に示すファイル読み出し
処理ルーチンを実行しくステップ３２３）、上位ルーチ
ンに戻る。実行する光デイスク用コマンドがファイル書
き込み処理の場合には、第１７図に示すファイル書き込
み処理ルーチンを実行しくステップ３２４）、上位ルー
チンに戻る。また、実行する光デイスク用コマンドがフ
ァイル削除処理の場合には、第１８図に示すファイル削
除処理ルーチンを実行しくステップ３２５）、上位ルー
チンに戻る。さらに、実行する光デイスク用コマンドが
来歴表示処理の場合には、第２０図に示す来歴表示処理
ルーチンを実行しくステップ３２６）、上位ルーチンに
戻る。さらに、実行する光デイスク用コマンドがワーク
ディレクトリ変更処理の場合には、第２１図に示すワー
クディレクトリ変更処理ルーチンを実行しくステップ３
２６）、上位ルーチンに戻る。

このように、本実施例においては、−旦削除あるいは更
新したファイルをも、読み出すことができるので、追記
性を活かしたアクセスコマンドを実現できる。

そして、本実施例においては、上位アプリケーションプ
ログラム側で、追記型光ディスクが書き換え不可能であ
ることを意識することなく、階層型ファイル管理を行う
ことが可能である。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、書換え可能な記
憶媒体に対するアクセスコマンドと同一形式のアクセス
コマンドを光ディスクの記録フォーマットに従った光デ
イスク固有の形式のアクセスコマンドに変換するので、
上位アプリケーションプログラム側では追記型光ディス
クに対しても、書換え可能型記憶媒体と同じように、階
層型のファイル管理を行うことができる。また、本発明
によれば、光ディスクにおけるディレクトリまたはファ
イルの登録および削除・更新等の処理を行う際に、処理
に伴うデータの更新を少なくできるので、容量効率のよ
いファイル管理を実現することが可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す光デイスクファイル管
理システムの全体構成図、第２図は第１図における光デ
ィスクの領域構成図、第３図は第２図における光デイス
ク初期読出し領域のデータフォーマット図、第４図は第
２図における光ディスクのディレクトリ・ファイル領域
の領域フォーマット図、第５図は第４図における光ディ
スクのディレクトリ・ファイル領域の領域分割情報のデ
ータフォーマット図、第６図は第４図における光ディス
クのディレクトリ・ファイル領域のバック領域のデータ
フォーマット図、第７図は第４図における光ディスクの
ディレクトリ・ファイル領域の非バック領域のデータフ
ォーマット図、第８図は本発明におけるディレクトリ・
ファイル検索情報のデータフォーマット図、第９図は本
発明におけるディレクトリ・ファイル検索テーブルを示
す図、第１０図は本発明における有効ディレクトリ・フ
ァイル検索テーブルを示す図、第１１図は本発明におけ
る親子ＩＤナンバ対応テーブルを示す図、第１２図は本
発明における光デイスクステータスデータテーブルを示
す図、第１３図は本発明における光デイスク領域管理テ
ーブルを示す図、第１４図は本発明におけるステージン
グ処理ルーチンのプログラムフローチャート、第１５図
は本発明における光デイスク検索情報読出しルーチンの
プログラムフローチャート、第１６図は本発明における
ファイル読出し処理ルーチンのプログラムフローチャー
ト、第１７図は本発明におけるファイル書込み処理ルー
チンのプログラムフローチャート、第１８図は本発明に
おけるファイル削除処理ルーチンのプログラムフローチ
ャート、第１９図は本発明における検索情報更新処理ル
ーチンのプログラムフローチャート、第２０図は本発明
における来歴表示処理ルーチンのプログラムフローチャ
ート、第２１図は本発明におけるワークディレクトリ変
更処理ルーチンのプログラムフローチャート、第２２図
は本発明の一実施例を示すデータ処理装置の処理のメイ
ンフローチャート、第２３図は本発明における光デイス
クコマンド変換テーブルを示す図、第２４図は第２２図
における光デイスクコマンド実行ルーチンのプログラム
フローチャート、第２５図は本発明におけるディレクト
リとファイルのツリー構造の構成と動作説明図、第２６
図は本発明における追記型光デイスク内のバック領域と
非バック領域の詳細図、第２７図は従来のファイル管理
に使用されるツリー状ディレクトリの説明図である。 ｌｌ：処理装置、１２ニブログラムメモ１ハ　１３：ワ
ークメモリ、１４：ファイルメモリ、１５：リフレッシ
ュメモリ、１６：デイスプレイ制御装置、１７：デイス
プレィ、１８：光ディスク、１９：光ディスクインデク
スメモリＡ、２０：光ディスクインデクスメモリＢ、２
１：光ディスクテンデクスメモリＣ，２２：光デイスク
ステータスメモリ、２３：光デイスク領域管理メモリ、
２４：キーボード、２５：マウス、２６：光デイスクコ
マンド変換テーブルメモリ、２７：光デイスクコマンド
メモリ、３１：光ディスクの初期読出し領域、３２：光
ディスクのディレクトリ・ファイル領域、３３：光ディ
スクのデータ領域、４１：初期読出し領域の領域種別、
４２：初期読出し領域の領域開始ブロックアドレス、４
３：初期読出し領域の領域終了ブロックアドレス、５１
：ディレクトリ・ファイル領域の領域分割情報、５２：
ディレクトリ・ファイル領域のバッグ領域、５３：ディ
レクトリ・ファイル領域の非バッグ領域。 第 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、書き換え可能な記録媒体と書き換え不可能な追記型
   記録媒体とを備え、オペレーティングシステムによりア
   プリケーションプログラムを制御するデータ処理装置に
   おいて、上記アプリケーションプログラムと上記オペレ
   ーティングシステムの間に、書換え可能な記録媒体に対
   するファイルアクセスコマンドと同一形式のファイルア
   クセスコマンドを追記型記録媒体固有の形式のファイル
   アクセスコマンドに変換する手段を設け、該アプリケー
   ションプログラムから追記型記録媒体に対して、書換え
   可能な記録媒体に対するコマンドと同一形式のファイル
   アクセスコマンドによりアクセス要求を行い、上記ファ
   イルアクセスコマンド変換手段で上記コマンドを追記型
   記録媒体へのアクセスコマンドに変換することにより、
   上記オペレーティングシステムは追記型記録媒体のデー
   タファイルのステージング、ファイル読出し、ファイル
   書込み、およびファイル削除の各処理を実行することを
   特徴とするデータ処理装置。 ２、データを記憶したデータファイルと、該データファ
   イルの各データに対して、アプリケーションプログラム
   からのアクセス要求に対する制御情報のディレクトリを
   記憶したディレクトリ・ファイルとを有する追記型光デ
   ィスクのファイル管理システムにおいて、ディレクトリ
   とディレクトリ、およびディレクトリとファイルの各親
   子関係を、各ディレクトリ、ファイルのそれぞれに１対
   １に対応する数値ないし記号の照合により表現すること
   によって、データファイルないしディレクトリの作成、
   更新、削除ならびにディレクトリ・ファイルの変更の各
   処理を実行することを特徴とするデータファイル管理方
   法。 ３、上記ディレクトリとディレクトリ、およびディレク
   トリとファイルの各親子関係を、各ディレクトリ、ファ
   イルのそれぞれに１対１に対応する数値ないし記号の照
   合により表現し、上記任意のディレクトリと該ディレク
   トリを親とする子のディレクトリおよび任意のディレク
   トリと該ディレクトリを親とする子のデータファイルは
   、それぞれ親子関係に関する情報を子側だけが有し、上
   記データファイルないしディレクトリの作成、更新、削
   除を含む処理の影響によるデータの変更処理を当該デー
   タファイルないしディレクトリに対してだけに限定する
   ことを特徴とする請求項２記載のデータファイル管理方
   法。 ４、上記任意のディレクトリと該ディレクトリを親とす
   る子のディレクトリ、および任意のディレクトリと該デ
   ィレクトリを親とする子のデータファイルを、各ディレ
   クトリ、ファイルそれぞれに１対１に対応する数値ない
   し記号の照合により表現し、上記データファイルないし
   ディレクトリの作成、更新、削除を含む処理の影響によ
   るデータの変更処理を、当該データファイルとディレク
   トリ以外に該データファイルとディレクトリの親ディレ
   クトリまでに限定して行うことを特徴とする請求項２に
   記載のデータファイル管理方法。５、上記データファイ
   ルおよびディレクトリに対応した検索情報を上記ディレ
   クトリ・ファイルに記録し、ファイルアクセス時に入力
   したアクセスキーの最上位キーに一致するキーを有する
   ディレクトリないしデータファイルの検索情報を、現在
   有効なディレクトリの下位ディレクトリないしデータフ
   ァイルの検索情報の中から読み出し、さらに読み出した
   上記ディレクトリの下位ディレクトリないしデータファ
   イルの検索情報の中から次のキーに一致するキーを有す
   るディレクトリないしデータファイルの検索情報を読み
   出す処理を繰り返すことにより、上記アクセスキーが指
   定するデータファイルの検索情報を読み出し、上記デー
   タファイルの検索情報からデータファイルに格納されて
   いるデータをアクセスすることを特徴とする請求項２〜
   ４の１つに記載のデータファイル管理方法。 ６、上記追加型記録媒体のデータファイルないしディレ
   クトリ・ファイルに対して、データないしディレクトリ
   の削除、更新の処理を行う場合、旧データおよび該旧デ
   ータの検索情報を消去せずに、削除、更新を行ったこと
   を示す情報を上記検索情報に追記していくことを特徴と
   する請求項２〜５の１つに記載のデータファイル管理方
   法。 ７、上記データファイルの旧データおよび該旧データの
   検索情報を読み出す場合、該旧データおよび該旧データ
   の検索情報を読み出すコマンドを設けて、該コマンドに
   より読み出すことを特徴とする請求項２〜６の１つに記
   載のデータファイル管理方法。 ８、上記データファイルないしディレクトリの更新処理
   を行う場合、上記データファイルないしディレクトリの
   検索情報に履歴情報を付加することを特徴とする請求項
   ２〜７の１つに記載のデータファイル管理方法。 ９、上記データファイルのデータが更新された後に、更
   新前のファイルを読み出したい場合、入力されたアクセ
   スキーと一致するキーを有し、かつ入力された履歴情報
   と一致する履歴情報を有するファイルの検索情報を読み
   出すことを特徴とする請求項２〜８の１つに記載のデー
   タファイル管理方法。 １０、上記データファイルのデータが削除された後、削
   除前のファイルを読み出したい場合、入力されたアクセ
   スキーと一致するキーを有するファイルの検索情報を、
   削除を行ったことを示す情報が追記されている検索情報
   の中から読み出すことを特徴とする請求項２〜９の１つ
   に記載のデータファイル管理方法。