JPH0371244A - データ管理方式 - 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、計算機用補助記憶装置を用いたデータ管理方
式及びデータ処理装置に係わり、特に書き換え不可の特
性を持つライトワンス型光ディスクに好適なデータ管理
方式及びデータ処理装置に関する。

〔従来の技術〕

ライトワンス型光ディスクは、磁気ディスクと異なり一
度書き込んだデータを変更することができないという特
性を持つ、また、光ディスクは、ハードウェア上セクタ
方式で管理される記録媒体である。セクタとは固定長デ
ータを格納する光ディスク媒体上の格納単位のことであ
り、セクタ方式とはデータの記憶あるいは入出力をこの
セクタ単位でおこなう方式のことである。

したがって、成るセクタに書込まれているデータレコー
ドに関してデータの追加、または変更が必要となった場
合、上記セクタ内のデータレコードに代えて、未書き込
み状態の新たなセクタに修正後のデータレコードを書き
込まなければならない、その結果、未書き込み状態のセ
クタが次々に消費されていくことなり、光ディスク媒体
に対してデータの書き込みがやがて不可能となるという
特性を持つ。

このようなファイル管理方式については、コンピュータ
６月号（１９８８年）第１１頁から第２２頁（ＣＯＭＰ
ＵＴＥＲ，Ｊｕｎｅ、　１９８８．ｐｐＨ−２２）にお
いて論じられている。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来のファイル管理方式では多数のセクタが書き換
えなければならないことになり、直ぐに光ディスク媒体
が使用不可能になるという問題点があった。

特に、ライトワンス型光ディスクに階層トリー構造のフ
ァイルを構築した場合を例にとり、その問題点を第８図
により具体的に説明する。

図で、８０は階層トリー構造上、最上位のディレクトリ
の存在するセクタであり、具体的にディレクトリ“ａ”
と“ｂ”が格納されている。８１はディレクトリ“ａ″
の下位レベルのディレクトリが存在するセクタであり、
具体的にはディレクトリ“Ｃ”と“ｄ″が格納されてい
る。５はファイルデータ“Ｃ、ＩＩが格納されている領
域（セクタの集まりという意味）であり、ディレクトリ
”Ｑ”から先頭セクタ位置とファイルサイズが分かる。

同様に、８２はディレクトリ“ｂ′″の、８３はディレ
クトリ“ｄ″のそれぞれ下位レベルのディレクトリが存
在するセクタである。また。

６はファイルデータ“ｇ−”が格納されている領域であ
り、ディレクトリｔｔ　ｇｕから先頭セクタ位置とファ
イルサイズが分かる。

また、ディレクトリ間の接続関係は物理的な情報である
セクタ位置で記憶されている。

以上の初期状態において、ファイルをディレクトリ“ｄ
”の下位に作成する場合を説明する。ファイルデータ＃
ｈ−”はファイルデータ領域９に格納される。その管理
情報であるディレクトリ“ｈ”はセクタ８３に追加され
なければならないが、ライトワンス型光ディスクではセ
クタ８３を書き換えることができない、そこで、新しい
セクタ８６を確保し、ディレクトリ“ｈＩｔを格納する
と共に、ディレクトリ“ｇ”の情報をセクタ８３からコ
ピーする。その結果、ディレクトリ・“ｇｈのセクタ位
置が変更されることになりセクタ８１のディレクトリ“
ｄ”が変更を余儀なくされる。

したがって、新しいセクタ８５を確保し、そこにディレ
クトリ“ｃ　″の情報と修正されたディレクトリ“ｄｌ
”の情報が格納される。同様にして、セクタ８０のディ
レクトリ“ａ”が変更を余儀なくされ、新しいセクタ８
４を確保し、そこにディレクトリ“ｂ”の情報と修正さ
れたディレクトリ“ａｌ”の情報が格納される。

以上の説明から明らかなように、ファイルを追加すると
上位のディレクトリが存在するセクタを次々に書き換え
なければならない、一般にファイル体系を階層トリー構
造で構築できればデータを整理する上で、例えばファイ
ルを大分類、中分類。

小分類等に分類することが可能となり便利になる。

しかし、従来の方式では階層トリー構造のレベルが深く
なり、ファイルの追加、削除、更新の頻度が多くなると
、ディレクトリ用セクタの書き換えが激しくなりライト
ワンス型光ディスク媒体が直ぐに使用不可能となる。

したがって、光ディスク媒体上に一定個数のファイルを
作成することは許すが、ファイル追加や削除等のファイ
ル操作に制限を設けざるを得ないといった問題があった
。

本発明の目的は、ライトワンス型光ディスクに対しデー
タの追加、更新をおこなう場合に、セクタの消費量の少
ないデータ管理方式を提供することにあり、特にファイ
ルデータを階層トリー構造状の接続関係を有するディレ
クトリを用いて管理するデータ処理装置に好適なデータ
管理方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、上記データ管理方式を用いたデー
タ処理装置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に、本発明のデータ管理方式で
は、複数のファイルデータを管理するためのディレクト
リデータを、各ディレクトリデータに固有の識別番号、
及び該ディレクトリデータと接続関係にある他のディレ
クトリの識別番号を含むフォーマット形式でライトワン
ス型光ディスク内に記録しておき、データ処理前に光デ
ィスクから上記ディレクトリデータを読み出し、各ディ
レクトリデータを光ディスク内の位置情報と対応づけて
ワークモリあるいは磁気ディスク上に格納し、データ処
理中はワークメモリあるいは磁気ディスクに格納された
ディレクトリデータを参照することによって、光ディス
クからのデータの読みだし、あるいはデータの書き込み
をおこなうようにする。

また、データ処理中にディレクトリデータの変更が生じ
た場合、ワークメモリあるいは磁気ディスク内に格納さ
れたディレクトリデータに対し変更処理を行ない、デー
タ処理終了後、光ディスク上の該当ディレクトリデータ
について変更処理を施すようにする。具体的には、メモ
リあるいは磁気ディスク上に格納されたディレクトリデ
ータに変更されたか否かを示すフラグを設け、データ処
理後に、各ディレクトリデータのフラグを参照すること
によって、変更されたディレクトリデータに該当する光
ディスク上のディレクトリデータを無効にし、変更され
たディレクトリデータを光ディスクの未書込み領域に記
録するようにする。

〔作用〕

本発明のデータ管理方式によれば、光ディスク内に格納
される階層構造をもつディレクトリデータ相互の接続関
係を、光ディスク上の位置情報（セクタアドレス）を含
まない形で、各ディレクトリデータにユニークに付され
た識別番号のみを用いて記録するようにしたため、デー
タ処理の結果、あるディレクトリデータに変更があって
も、その変更されたディレクトリデータに該当する光デ
ィスク上のディレクトリデータのみに変更処理を施せば
よいので、特に階層構造をもつディレクトリデータにあ
っては、その変更に係るセクタの消費量が少なくてすむ
。

〔実施例〕

以下、本発明のデータ管理方式を適用したデータプロセ
ッサーの一実施例を図面を用いて説明する。

第１図は、本発明のデータ管理方式において取扱う階層
構造状の接続関係を有するディレクトリとディレクトリ
によって管理されるファイルデータの概要を説明するた
めの図である０図において。

工〜８は各々論理セクタであり、特に、１〜４は各各階
層トリ構造上同レベルにあるディレクトリ情報を格納す
るための論理セクタである。５〜８はファイルデータを
格納するための、論理セクタであり、各論理セクタは実
際にはデータ量に応じて複数のセクタから構成される。

また、各ディレクトリ（“ａ”〜″ｊ　ｇＩＰ　）は、
それぞれユニークに付されたｉｄ番号を含み、特にデー
タファイルのディレクトリ（“ｃｊｌ　　Ｍ　ｇＩＩｕ
ｅ＃　　“ｆ”）は、それぞれ、ファイルデータの光デ
ィスク上のセクタ位置とファイルサイズを示す情報とを
含む、尚、これらのディレクトリを含む論理セクタ（１
〜４）は、光ディスク初期化時（光ディスク使用前）に
、装置内部のメモリ上に構築されるものであり、光ディ
スク内に実際に格納されている物理的状態を示すもので
はない。

各ディレクトリは、更に上位レベルのどのディレクトリ
の下方に属するかをポインタ情報を含み、具体的には、
上位レベルのディレクトリに付されたｉｄ番号が記憶さ
れている。

第３図は、本発明のデータ管理方式を適用するデータプ
ロセッサのハードウェア構成図である。

図において、４０はファイル管理処理及び各構成装置の
制御をおこなうためのＣ：ＰＵ、４１はメモリであり、
このメモリ４１は更にＣＰＵ４０が実行するファイル処
理プログラムを格納するためのプログラムメモリ４１０
と光ディスクから読みこんだ情報等を一時的に格納する
ためのワークメモリ４１１とからなる。また、２４はラ
イトワンス型光ディスク２０からのデータ読み出し及び
データの書き込みをおこなうための光ディスク装置、４
６は磁気ディスク４２からのデータ読み出し及びデータ
の書き込みをおこなうための磁気ディスク装置、４３は
画像データを読み込むためのイメージスキャナ、４４は
ファイルデータ等を表示するためのデイスプレィ、４５
はコマンドやデータを入力するためのキーボードである
。

光ディスク２０からディレクトリ情報を読み出す場合に
は、その読み出そうとするディレクトリの光ディスク上
のセクタアドレスを知ることが必要とされる。したがっ
て、ディレクトリを階層的にアクセスする際に単に下位
レベルのディレクトリから上位レベルのディレクトリへ
の接続関係（ポインタ情報）があるだけでは、１つのデ
ィレクトリ情報を読み出す毎に、光ディスク上の全ディ
レクトリ情報を読みだして、各ディレクトリ情報に含ま
れるポインタ情報（ｉｄ番号）と照合しなければならず
、ファイルを効率良くサーチすることができない。

そこで、光ディスク初期化時、つまりファイル使用の前
に、光ディスク内のディレクトリ格納領域２０ａに格納
された全ディレクトリ情報を、各ディレクトリが格納さ
れているセクタ位置情報等とともに読み出し、ワークメ
モリ４１１あるいは書き換え可能型ファイル装置である
磁気ディスク４２に格納しておく。

ファイル処理中は、ワークメモリ４１１あるいは、磁気
ディスク内に格納された各ディレクトリ情報とそのセク
タ位置情報とから作成された光ディスク用ディレクトリ
情報を利用して光ディスク２０のファイルをサーチし、
ディレクトリの追加、削除、変更の必要がある場合は、
メモリあるいは磁気ディスク上の光ディスク用ディレク
トリ情報を更新するようにする。そして、ファイル処理
終了時にメモリ上に作成されたテーブルを参照すること
によって、変更のあったディレクトリ情報を光ディスク
内ディレクトリ格納領域２０ａにに書き込むようにする
。尚１本発明において、磁気ディスクを用いることは必
ずしも必要ではない、メモリ４工が、ファイル処理をお
こなう上で十分な容量をもっていれば、磁気ディスクを
用いることなしにディレクトリに関する情報を全てメモ
リ上に格納するようにしても構わない。

第２図は、光ディスク内のディレクトリとファイルデー
タとの物理的配置を説明するための図である０図で、２
０は光ディスク、２０ａは光ディスク内ディレクトリ格
納領域、２０ｂは光ディスク内データ格納領域をそれぞ
れ示す。

第１図の階層トリー構造を構成するディレクトリおよび
ファイルデータは、具体的には次のように光ディスク２
０内に格納される。２１と２２はディレクトリ用セクタ
であり、セクタ２１にはディレクトリ“ａ″　　”ａ”
ｄ”および“ｇ〃の情報が格納され、センタ２２にはデ
ィレクトリ“ｂ”ｅ”および“ｆ”の情報が格納される
。

第４図は、光ディスク内のディレクトリ情報のフォーマ
ットを示す図である。１つのディレクトリ情報３０は、
次の領域から構成される。３０ａはディレクトリをユニ
ークに識別するためのｉｄ番号の格納用領域、３０ｂは
ディレクトリ名称の格納用領域、３０ｃは上位レベルの
ディレクトリを示す上位論理ポインタの格納用領域、３
０ｄはファイルデータの先頭セクタ位置の格納用領域、
３０ｅはファイルサイズの格納用領域を示す。

例えば、第２図のディレクトリ“Ｃ”と“ｄ”の上位レ
ベルディレクトリは第１図に示す如くｕ　ａｌｊである
ことから、ディレクトリ“Ｃ”と“ｄ”の上位論理ポイ
ンタ３０ｃには、ディレクトリ“ａ“のｉｄ番号が記憶
される。また、最上位レベルのディレクトリ“ａ”と“
ｂ”には、上位レベルのディレクトリがないため、その
上位論理ポインタ３０ａには、Ｏが記憶される。各ディ
レクトリに、その作成順に付与するｉｄ番号を整数の１
から順に始め、Ｏを割当てないようにしておけばディレ
クトリ間の接続関係を矛盾なく、しかもユニークに表現
できる。

また、セクタ２１内のディレクトリ“Ｃ”は、ファイル
データ５を指示している。この場合、ディレクトリ“ｃ
　Ｈの先頭セクタ位１１３０ｄにはファイルデータ５の
メモリ上のアトＬ／スあるいは磁気ディスク上のセクタ
アドレス、ファイルサイズ３０ｅにはファイルデータ５
のファイルサイズが格納される。セクタ２１のディレク
トリ“ｇ　”おびセクタ２２のディレクトリ“′ｅ”と
“ｆ′″の先頭セクタ位置３０ｄファイルサイズ３０ｇ
には、第１図に示した如き論理セクタを構成する場合に
は各ディレクトリが指示しているファイルデータのメモ
リ上のアドレスあるいは磁気ディスク上のセクタアドレ
スとファイルサイズが記憶される。

尚、ディレクトリ“ａ”ｂ”ｄ等はフ ァイルデータのディレクトリではないため、その先頭セ
クタ位［３０ｄ、ファイルサイズ３０ｅの領域には何も
格納されないことになる。

第４図のディレクトリ情報と第２図の物理的な情報配置
図において例示した如く、各ディレクトリ情報の相互の
接続関係は、セクタ位置とは関係ないｉｄ番号でのみ表
現し得るので、新たにディレクトリ情報を追加するとき
には、その追加するディレクトリ情報を格納するための
ディレクトリ格納領域２０ａ内のセクタを任意の位置に
、あるいは他の任意のディレクトリと一緒に登録するこ
とができる。

本発明は、ディレクトリ相互関係をセクタ位置と１＞関
係のないｉｄ番号として各ディレクトリ情報に含ませた
形で光ディスク内に格納でき、かつ効率的なファイル処
理をおこなうために光ディスク媒体を交換したとき、つ
まり光ディスクの初期化時に光ディスク内ディレクトリ
格納領域２０ａ内の全てのディレクトリ情報３０をその
格納されていたセクタアドレスとともに第３図のメモリ
４１に読み出し第１図に示した如く１階層トリー構造状
にディレクトリを管理するための論理セクタを作成する
。そのためには、まずディレクトリ情報３０を並べ直す
必要がある０次に、階層トリー構造状の論理セクタを作
成する初期化処理の手順を第９図を用いて説明する。

ステップ９０では、光ディスク内ディレクトリ格納領域
２０ａの先頭セクタから、順次セクタ毎にディレクトリ
情報を読み出す、また、各セクタには、セクタの状態を
示すフラグが付されており、そのフラグが示す状態とし
ては、有効なディレクトリ情報が格納された状態、削除
あるいは変更により使用不可能な状態、あるいは未書き
込み状態がある。尚、第３図においては説明の簡便のた
め省略しである。光ディスク装置１ｔ２４は、そのフラ
グを検出することによって、各セクタの状態を識別する
ことができる。ステップ９１では、このようにしてセク
タの状態を識別し、そのセクタが未書込みやセクタであ
れば、初期化処理を終了し。

その他のセクタであればステップ９２に分枝する。

ステップ９２では、光ディスク２ｏのディレクトリ領域
２０ａから読み出したディレクトリ情報を格納するため
に十分な容量がワークメモリ４１１にあるか否かを判断
し、容量不足のときは既に作成された論理セクタ内のデ
ィレクトリ情報を磁気ディスクに書き込む（ステップ９
３）。

十分なメモリ容量についての判断は、後述するステップ
９４のディレクトリの並べ換え処理過程において読み書
きするディレクトリ情報の量に依存する。

目安としては、ステップ９０で読み出した各ディレクト
リ情報の上位レベルのディレクトリ用のセクタ容量Ｘ各
セクタに格納されるディレクトリの数分の容量を確保す
ればよい、実際にはシステム起動時に所定の容量を設定
するようにする。

ステップ９４では、ステップ９０において読みだされた
ディレクトリ情報を上位レベルから下位レベルの順に並
べ換え、同時にメモリ上に論理セクタを作成でいく、ス
テップ９４については、第１１図を用いて詳細に説明す
るが、このステップ９４は、ステップ９１において、未
書込みセクタを検出するまで繰り返し実行されることに
なる。

上述したように第４図に示したディレクトリ情報を、そ
のままメモリ等に書き込んだだけでは効率良くファイル
のサーチができないので、ステップ９３．９４において
各ディレクトリ情報を書き込む場合には、第５図（ｂ）
に示すようなディレクトリ情報に変換した後におこなう
ようにする。

次に、第５図を用いて、（ａ）メモリあるいは磁気ディ
スク内に格納されるセクタ情報のフォーマット、及び（
ｂ）各セクタ情報に含まれる変換後のディレクトリ情報
のフォーマット構成について説明する。

セクタ情報６０は、階層構造上同一レベルにある複数の
ディレクトリ情報領域（６０ａ、６０ｂ。

６０ｃ、・・・）と継続ポインタ６０ｄを記録する領域
とから構成される。勿論、同一レベルにあるディレクト
リが１つだけしかない場合には、６０ａの領域にのみそ
のディレクトリ情報が書き込まれ。

他の領域は、”ＮＵＬＬ”状態となる。

継続ポインタ６０ｄは、同一レベルにあるディレクトリ
が２つ以上のセクタにまたがって格納される場合に、こ
のセクタ６０と接続関係にある他のセクタとの接続関係
を示す情報を格納する領域であり、具体的には他のセク
タのメモリ上のアドレスあるいはステップ９３で磁気デ
ィスクに書き込まれたディレクトリ情報の場合には、そ
の磁気ディスク上のセクタアドレスが格納される。メモ
リあるいは磁気ディスクへのデータ書き込み等は、処理
の都合上固定長（セクタ）単位でおこなうが、各セクタ
に記録できるデータ容量には制限があり。

同一レベルのディレクトリ情報の全てを１つのセクタ内
に記憶できるとは限らない、しかし、階層構造状にファ
イルを管理するユーザーにとっては、１つのディレクト
リの下、に接続されるディレクトリの数は無制限である
ことが望ましい、そこで、１つのセクタ内に同一レベル
のディレクトリ情報が格納できない場合には、２つ以上
のセクタを用いるようにし、それらのセクタ間の接続関
係を、上述した継続ポインタ領域６０ｄに記録するよう
にする。

第５図（ｂ）は、変換後のディレクトリ情報のフォーマ
ット構成図である。

図に示すように、変換後のディレクトリ情報６０ａ〜６
０ｃは、光ディスク内に格納されていたディレクトリ情
報３０ａ〜３０ｅの他、更に３つの領域（３０ｆ〜３０
ｈ）からなる、具体的には、光ディスク内のディレクト
リに下位論理セクタへのポインタを格納する領域３０ｆ
と、このディレクトリ情報がファイル処理の際中に変更
あるいは削除されたか否かを示すフラグを格納するため
の領域３０ｇと、このディレクトリ情報が格納されてい
る光ディスク上のセクタアドレスを格納するための領域
３０ｈとが付加された形でメモリあるいは磁気ディスク
上に格納される。また、領域３０ｆに格納される下位論
理セクタへのポインタは、具体的には各ディレクトリ情
報の下位に接続されるディレクトリ情報のメモリあるい
は磁気ディスク上のアドレスのことである。

次に、第１０図及び第１１図を参照しながら初期化手順
、特に第９図ステップ９４について詳細に説明する。ま
ず、論理セクタを作成するときにワークメモリ４１１上
に作成されるテーブルを第１０図に示す０図で、１００
はセクタ管理テーブル、１００ａは各ディレクトリのｉ
ｄ番号、１００ｂは各ディレクトリ情報がメモリ４１１
内に格納されているか、磁気ディスク内に格納されてい
るかを示すためのインコアフラグ、１００ｃは各ディレ
クトリ情報が格納されるセクタのメモリ上のアドレスあ
るいは磁気ディスク上のセクタアドレスを示すバッファ
ポインタ領域を示す。

また、−６０−１，６０−２，６０−４は、メモリ上に
形成された物理的なセクタ情報は各々第１図の論理セク
タ１，２．４と対応する。セクタ情報６０−ｌにはディ
レクトリ“ａ”と“ｂ”の情報が、６０−２にはディレ
クトリ“Ｃ”と“ｄ”の情報が、６０−４にはディレク
トリ“ｇ”の情報が、それぞれ含まれている状態を示し
ている。

上記セクタ情報がメモリ４１に存在する場合、前記イン
コアフラグ１００ｂをＯｎ状態（インコデフラグ１”）
に設定し、バッファポインタ１００ｃにそのセクタ情報
が格納される。メモリ４１のアドレスを設定する。また
、セクタ情報を磁気ディスク４２に書き込んだ場合、前
記のインコアフラグ１００ｂをｏｆｆ状態（インコアフ
ラグＯ”）に設定し、バッファポインタ１００ｃにその
セクタが格納される磁気ディスク４２のセクタアドレス
を設定する。

また、初期状態として最上位のディレクトリ情報（例え
ば、ディレクトリ“、　７１　　　＃　ｂ９１　）を格
納するためにメモリ上にｉ個分のセクタ格納用バッファ
を予め確保しておく。そして、対応するセクタ管理テー
ブル上のｉｄ番号１００ａに“Ｏ”を、インコアフラグ
１００ｂにＯｎ状態を示す“０”を、バツファポインタ
エＯＯｃにセクタ６０−１のメモリ上のアドレスをそれ
ぞれ初期値として登録しておく。

第９図で示したように、ステップ９０で読み込んでディ
レクトリ情報を、ステップ９４でディレクトリを並べ直
し、メモリ上に、第１図に示すような論理セクタを作成
する。そのステップ９４の詳細な流れ図を示しているの
が第１１図である。

第１１図の流れ図の基本的な考え方は、光ディスク内デ
ィレクトリ格納領域２０ａから読み込んだディレクトリ
情報３０を、その上位ディレクトリ情報３０が既に作成
されていれば、その下位論理セクタへのポインタ３０ｆ
が指定する位置にセクタ情報として格納することである
。以下、図に従って具体的に説明する。

ステップ１］−〇では、ステップ９０において読み込ん
だディレクトリ情報のうち、１つのデイレクト情報内の
上位論理ポインタと一致するｉｄ番号をセクタ管理テー
ブル１００から捜し、そのバッファポインタを求める。

該当するｉｄ番号がなければバッファポインタ“０″と
してそのままステップ１１１に進む。

尚、並べ換え処理の対象となるこのディレクトリ情報と
、そのディレクトリ情報を並べる二とにより影響を受け
る上位ディレクトリ情報はメモリ４１上にあることが望
ましい。したがって、ステップ９３（第９図）で−括し
て磁気ディスク内に読み込まれたディレクトリ情報のう
ち、必要なディレクトリ情報は、少なくもこのステップ
でメモリ４１内に再度読み出しておかねばならない、詳
細については、第１２図を用いて後述するが、以下のフ
ローでは、ディレクトリ情報は全てメモリ４１上に格納
されていることを前提として説明をおこなう。

ステップ１１１では、処理対象のディレクトリ情報の上
位論理ポインタ３０ｃが“Ｏ”か否かを判定する。上位
論理ポインタ３０ｃが“０”すなわちこのディレクトリ
が最上位のディレクトリであればセクタ格納用バッファ
が必ずメモリ上に存在することからステップ１１２へ進
む。

ステップ１１２では第５図（ａ）に示すように１つのセ
クタ情報は複数のディレクトリから構成される、場合が
あるので、ステップ１１１で捜したセクタ格納用バッフ
ァ内に空きスペースが存在するか否かを判定する。上記
セクタ格納用バッファ内に空きスペースが存在すればス
テップ１１４へ進む。

また、前記セクタ格納用バッファ内に空きスペースが存
在しなければステップ１１３へ進み、メモリ４１上にセ
クタ格納用バッファを新たに１つ確保し、満杯となって
セクタの継続ポインタ６０ｄにその新たなりり格納用バ
ッファのメモリアドレスを設定する。

次にステップ１１４では処理対象のディレクトリ情報に
、下位論理セクタポインタとフラグと光ディスク上のセ
クタアドレスとを付加してセクタの空スペースに格納す
る。この場合、下位論理セクタへのポインタ領域６０ａ
には“０″、フラグ領域６０ｂには変更なしの初期状態
を示す“０″光ディスクセクタアドレス６０ｃには光デ
ィスク２０から読み込んだセクタアドレスがそれぞれ設
定される。

ステップ１１５では処理対象のディレクトリのｉｄ番号
と上記論理セクタ格納バッファのメモリアドレスとをセ
クタ管理テーブル１００に登録する。そのとき、インコ
アフラグ１００ｂをＯｎ状態に設定する。

ステップ１１６では、ステップ９０で光ディスク内ディ
レクトリ格納領域２０ａから読み込んだディレクトリ情
報内に未処理のディレクトリ情報がまだ存在するか否か
を判定する。もし、未処理のディレクトリ情報が無けれ
ば処理を終了し、まだ存在すればステップ１１０へ戻る
。

また、ステップ１１１で処理対象のディレクトリ情報に
含まれる上位論理ポインタが“０”、すなわち上位のデ
ィレクトリが存在すればステップ１１７へ進む。

ステップ１１７では、ステップ１１０で求めたバッファ
ポインタが“Ｏ“か否かを判定する。上位のディレクト
リがまだ登録されていない場合が有り得るからである。

バッファポインタが“０”であれば、ステップ１２１へ
進み、′０”でなければステップ１１８へ進む。

ステップ１１８では、上記バッファポインタの指示する
セクタ格納用バッファ内で読み込んだディレクトリ情報
に含まれる上位論理ポインタと一致するｉｄ番号を持つ
ディレクトリ情報を捜す。

ステップ１１９では、ステップ１１８で捜した上位のデ
イレクト情報の下位論理セクタへのポインタが“Ｏ”で
あるか否かを判定する。もし、下位論理セクタへのポイ
ンタが“Ｏｎでなければステップ１１２へ進む。下位論
理セクタへのポインタ６０ａがＯであれば、セクタ格納
用バッファを１つ確保し、そのメモリアドレスを前記下
位論理セクタへのポインタ格納領域６０ａに設定し、ス
テップ１１２へ進む。

また、ステップ１２１では上位ディレクトリが登録され
ていない場合に相当するので上位ディレクトリを格納す
るためのセクタを１つ確保し、上位ディレクトリの上記
ｉｄ番号と新たに確保したセクタ格納用バッファのメモ
リアドレスをセクタ管理テーブル１００に登録する。

ステップ１２３では、セクタ管理テーブル１００から処
理中のディレクトリ自身のｉｄ番号に一致するバッファ
ポインタを求める。該当するｉｄ番号がない場合は、バ
ッファポインタを“０″とする。

ステップ１２４では、ステップ１２３で求めたバッファ
ポインタ１．　ＯＯｅがＯか否かを判定する。

既にｉｄ番号１００ａとバッファポインタ１００ｃだけ
が登録されている場合があるからである。もしバッファ
ポインタ１００ｅがＯであればステップ１２０へ進み、
０でなじればステップ１２５へ進む。

ステップ１２５ではステップ１２１で設定した上位ディ
レクトリ情報３０の下位論理セクタへのポインタ３０ｆ
に上記バッファポインタ１００ｃを設定する。そして、
ステップ１１４へ進む。

第１２図は、ステップ１１０の詳細なフローチャートを
示す図であり、処理の都合上メモリに読み出しておくべ
きディレクトリ情報を、磁気ディスクから読み出す処理
フローを示している。

ステップ１１０１では、ステップ９０で光ディスクから
読み出したディレクトリ情報をセクタ管理テーブル上で
並べ換え、論理セクタを作成しうる形のディレクトリ情
報に変換してメモリに記録していく処理過程で、参照す
るのに必要な特に上位のデイレクト情報がメモリ上にあ
るが否がをセクタ管理テーブルのインコアフラグを参照
することによって判別する。

ステップ１１０２では、必要な上位ディレクトリ情報を
磁気ディスクからメモリ４１上に読み出し、インコアフ
ラグを“ＯＮ”、そのバッファポインタをメモリ４１上
のアドレスに書き換える。

ステップ１１０３では、処理対象のディレクトリの上位
のディレクトリのバッファポインタを求める。

以上の初期化処理により上位のディレクトリから下位の
ディレクトリの順にサーチできるように全ての論理セク
タを作成することができる。

第６図を用いて、光デイクス２０にファイルを追加する
例を説明する。今、第１図に示した論理セクタで管理さ
れるファイルに第６図に示す如くディレクトリ“ｄ”の
下にファイル“ｈ”を追加する場合を想定する。

ファイルデータ“ｈ−”は、光ディスク２０内の空きス
ペースであるファイルデータ領域９を捜して書き込む、
また、ディレクトリ“ｈ”はユニークなｉｄ番号が割当
てられ、論理セクタ格納バッファにディレクトリ“ｈ″
に関するディレクトリ情報が書き込まれる。

まず、第１０図に示したセクタ管理テーブルを参照して
上位のディレクトリ“ｄ　）＋が存在するセクタ情報を
読み出す、第１０図に示したセクタ管理テーブルを参照
することによって、そのセクタが磁気ディスク４２に追
い出されていれば磁気ディスク４２から読み出し、その
セクタ情報に含まれるディレクトリ“ｄ　ＩＦの下位論
理セクタへのポインタ６０ａを求める。その結果水めら
れた下位のセクタにはディレクトリＩｔ　ｇ＃＃のディ
レクトリ情報３０ａが既に格納されている。

その下位セクタ格納用バッファにディレクトリ“ｈ”の
ｉｄ番号３０ａとファイル名称３０ｂと上位ディレクト
リ“ｄ”のｉｄ番号領域３０ａに等しい上位論理ポイン
タとファイルデータ領域９の先頭セクタ位置とファイル
サイズとを書き込む。

さらに、フラグ６０ｂは新規追加の状態に、光ディスク
セクタアドレス６０ｃには“Ｏ”を設定する。

第７図は、ファイルを追加した後の光ディスク２０内に
物理的に情報を配置する例を示す図である。

ファイル処理を終了する時点で第６図の磁気ディスク４
２内の全てのディレクトリ用セクタあるいはメモリ４１
上に置かれている全てのディレクトリ用セクタを調べる
。すなわち、全てディレクトリのフラグ６０ｂを調べる
と、セクタ情報４内のディレクトリ“ｈ″′が新規追加
の状態になっていることが判明する。新規追加の場合、
他のディレクトリに影響をあたえないので光ディスク内
ディレクトリ領域２０ａ内に新しいセクタ格納用バッフ
ァ２３を確保し、そこにディレクトリ“ｈ”の情報を書
き込めばよい。

ディレクトリの削除および変更の場合は、次に示すよう
に追加と同様の方法で処理できる。

まず、ディレクトリを削除する場合、例えばファイル“
Ｇ”を削除するときは磁気ディスク４２内デイレクトリ
用セクタ２のディレクトリ“Ｃ”のフラグ６０ｂが削除
状態を示している。そこで、光ディスクセクタアドレス
６０ｃからディレクトリＨｃ”の存在するセクタ情報２
１をメモリ４１に読み出す、ディレクトリ“Ｃ”の情報
を除いたａａ″　　ｕ　ｄ”と“ｇ”の情報を光ディス
ク内ディレクトリ領域２０ａに新しいセクタ格納用バッ
ファを確保し、そこに書き込む、そしてセクタ情報２１
を消去しておく。

次に、ディレクトリを変更する場合、例えばファイル“
ｅ”を変更したときはメモリ４１あるいは磁気ディスク
４２内のディレクトリ用セクタ３のディレクトリ“ｇ”
のフラグ６０ｂは変更状態を示している。それで、光デ
ィスクセクタアドレス６０ｃからディレクトリ“ｅ”の
存在するセクタ情報２２をメモリ４１に読み出す、ディ
レクトリ“ｂ”と“ｆ”の情報に修正されたディレクト
リ“ｅ”を加え、光ディスク内ディレクトリ領域２０ａ
に新しいセクタ格納用バッファを確保し。

そこに書き込む、そしてセクタ情報２２を消去しておく
。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ディレクトリ情報を光ディスク内に他
のディレクトリの接続関係を意識することなく独立に格
納できるので光ディスク内のセクタの書き換えの頻度が
小さいという効果がある。

すなわち、ディレクトリの追加、削除、変更のある場合
、該当するディレクトリを含むセクタのみを書き換えれ
ばよいので、従来のように同一レベルのディレクトリを
同一のセクタに格納する必要がなくＪ全く無関係なディ
レクトリをまとめて１つのセクタに格納できるので光デ
ィスクのスペースが節約できるようになる。

また別の見方をすれば、本発明では磁気ディスクと光デ
ィスクを組合せて処理中のファイルを管理しているため
ファイルのサーチ、追加、削除。

変更が磁気ディスク並みに高速となり、ライトワンス型
光ディスクをあたかも書き換え可能型ファイル装置と同
等に扱うことができるようになる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のファイル管理方式において取扱う階層
構造状のファイルの概念を説明するための図、第２図は
光ディスク内に格納されたディレクトリ情報とファイル
データ情報の物理的状態を示す図、第３＠は本発明のフ
ァイル管理方式を適用するデータプロセッサのハードウ
ェア構成図、第４図は光ディスクに格納されたディレク
トリ情報のフォーマット図、第５図は（ａ）メモリある
いは磁気ディスク内に格納されるセクタ情報フォーマッ
ト図、（ｂ）そのディレクトリ情報のフォーマット図、
第６図は光ディスクにファイルを追加する処理を説明す
るための図、第７図はファイルを追加した後の光ディス
ク内のデイクトリとデータファイル配置を示すための図
、第８図は物理的な情報を利用して階層トリー構造のフ
ァイルシステムを光ディスクに構築した例を示す図、第
９図は光ディスク媒体を交換したときの初期化手順を示
す概略流れ図、第１０図はファイル処理中のディレクト
リを管理するために必要とするセクタ管理テーブル、及
び対応するセクタ情報を示す図、第１１図は光ディスク
媒体を交換したときの初期化手順の一部を詳細に説明す
る流れ図、第１２図は必要なディレクトリ情報を磁気デ
ィスクから読み出す場合の流れ図である。 ２０・・・光ディスク、３０・・・光ディスク内、デイ
レクトリフオーマット、４ｏ・・・ＣＰＵ、４１・・・
メモリ、４２・・・磁気ディスク、４３・・・イメージ
スキャナ、４４・・・デイスプレィ、４５・・・キーボ
ード、６０・・・メモリあるいは磁気ディスク内デイレ
クトリフオーマット、１００・・・セクタ管理テーブル
。 Ｓ３　図 ６５　口 Ｘθ め ｇ 回 拓 の 茅 第 １θ 困 ２ρ 第 Ｉ 目

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ライトワンス型光ディスク内に格納された複数のフ
   ァイルデータを、階層構造をもつ複数のディレクトリデ
   ータを用いて管理するデータ管理方式において、上記各
   ディレクトリデータを該ディレクトリデータに固有の識
   別番号、及び該ディレクトリデータと接続関係にある他
   のディレクトリの識別番号を含む形で上記光ディスク内
   の所定の領域に記録しておき、データ処理前に上記光デ
   ィスクから上記ディレクトリデータを読み出し、各ディ
   レクトリデータを光ディスク上の位置情報と対応づけて
   書き換え可能なメモリ手段に格納し、データ処理中は上
   記メモリ手段を参照することによつて、光ディスク上の
   データの読みだし、あるいは書き込みをおこなうように
   したことを特徴とするデータ管理方式。 ２、前記データ処理中にディレクトリデータの変更が生
   じた場合、前記メモリ手段内に格納されたディレクトリ
   データに対して変更処理を行ない、データ処理終了後に
   、前記光ディスク上の該当ディレクトリデータについて
   変更処理を施すようにしたことを特徴とする請求項第１
   項記載のデータ管理方式。 ３、ライトワンス型光ディスク内に格納された複数のフ
   ァイルデータを、階層構造をもつ複数のディレクトリデ
   ータを用いて管理するデータ管理方式において、上記各
   ディレクトリデータを該ディレクトリデータに固有の識
   別番号、及び該ディレクトリデータと接続関係にある他
   のディレクトリの識別番号を含む形で光ディスク内の所
   定の領域に記録しておき、データ処理前に上記光ディス
   クから上記ディレクトリデータを読み出し、各ディレク
   トリデータの光ディスク内の位置情報と対応づけて同一
   階層レベル毎に書き換え可能な第１のメモリ手段に格納
   し、各ディレクトリデータの識別番号と該デイレクトリ
   データの該第１のメモリ手段内の位置情報とを対応づけ
   て第２のメモリ手段に格納し、データ処理中は上記第１
   、第２のメモリ手段を参照することによつて、光ディス
   ク上のデータの読みだし、あるいは書き込みをおこなう
   ようにしたことを特徴とするデータ管理方式。 ４、前記第１のメモリ手段として、磁気ディスクを用い
   ることを特徴とする請求項第３項記載のデータ管理方式
   。 ５、前記データ処理中にディレクトリデータの変更が生
   じた場合、前記第１のメモリ手段内に格納されたディレ
   クトリデータに対して変更処理を行ない、データ処理終
   了後に、前記光ディスク上の該当ディレクトリデータに
   ついて変更処理を施すようにしたことを特徴とする請求
   項第３項記載のデータ管理方式。 ６、ライトワンス型光ディスク内に格納された複数のフ
   ァイルデータを、階層構造をもつ複数のディレクトリデ
   ータを用いて管理するデータ処理装置において、上記各
   ディレクトリデータを該ディレクトリデータに固有の識
   別番号、及び該ディレクトリデータと接続関係にある他
   のディレクトリの識別番号を含む形で上記光ディスク内
   に記憶しておくための光ディスク装置と、該光ディスク
   内に格納された上記ディレクトリデータを各ディレクト
   リデータの光ディスク内の位置情報と対応づけて格納す
   るための書き換え可能なメモリ手段とを備え、データ処
   理前に上記光ディスクから上記ディレクトリデータを上
   記メモリ手段上に読み出し、データ処理中は上記メモリ
   手段を参照することによつて、光ディスク上のデータの
   読みだし、あるいはデータの書き込みをおこなうように
   したことを特徴とするデータ処理装置。 ７、前記データ処理中にディレクトリデータの変更が生
   じた場合、前記メモリ手段内格納されたディレクトリデ
   ータに対して変更処理を行ない、データ処理終了後に、
   前記光ディスク上の該当ディレクトリデータについて変
   更処理を施すようにしたことを特徴とする請求項第６項
   記載のデータ処理装置。 ８、ライトワンス型光ディスク内に格納された複数のフ
   ァイルデータを、階層構造をもつ複数のディレクトリデ
   ータを用いて管理するデータ処理装置において、上記各
   ディレクトリデータを該ディレクトリデータに固有の識
   別番号、及び該ディレクトリデータと接続関係にある他
   のディレクトリの識別番号を含む形で上記光ディスク内
   に記憶ておくための光ディスク装置と、該光ディスク内
   に格納された上記ディレクトリデータを各ディレクトリ
   データの光ディスク内の位置情報と対応づけて同一階層
   レベル毎に格納するための書き換え可能な第１のメモリ
   手段と、各デイレクトリデータの識別番号と該ディレク
   トリデータの該第１のメモリ手段内の位置情報とを対応
   づけて格納するための第２のメモリ手段とを備え、デー
   タ処理前に上記光ディスクから上記ディレクトリデータ
   を上記第１のメモリ手段上に読み出し、データ処理中は
   上記第１、第２のメモリ手段を参照することによつて、
   光ディスク上のデータの読みだし、あるいはデータの書
   き込みをおこなうようにしたことを特徴とするデータ処
   理装置。 ９、前記第１のメモリ手段として、磁気ディスクを用い
   ることを特徴とする請求項第８項記載のデータ処理装置
   。 １０、前記データ処理中にディレクトリデータの変更が
   生じた場合、前記第１のメモリ手段内に格納されたディ
   レクトリデータに対して変更処理を行ない、データ処理
   終了後に、前記光ディスク上の該当ディレクトリデータ
   について変更処理を施すようにしたことを特徴とする請
   求項第８項記載のデータ処理装置。