JPH04186447A - 情報処理装置 - Google Patents

情報処理装置

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JPH04186447A
JPH04186447A JP2316480A JP31648090A JPH04186447A JP H04186447 A JPH04186447 A JP H04186447A JP 2316480 A JP2316480 A JP 2316480A JP 31648090 A JP31648090 A JP 31648090A JP H04186447 A JPH04186447 A JP H04186447A
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Osamu Okuda
治 奥田
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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、特に記録データの書き換えが不可能な情報記
録媒体に記録されたファイルを階層ディレクトリ管理す
るディレクトリ管理方式に関する。
［従来の技術］ 従来より、情報記録媒体に記録したデータを管理する手
法としてディレクトリ管理方式が知られている。
このディレクトリ管理方式は、データのブロックをファ
イルとし、また、１つのファイルを管理するための情報
をディレクトリエントリとし、さらに、まとめて管理し
たいファイルのディレクトリエントリをまとめたディレ
クトリエントリ群をディレクトリとして、ディレクトリ
によって情報記録媒体に記録したファイルを管理するも
のである。
また、磁気ディスク等の記録データの書き換えが可使な
情報記録媒体においては、ファイルを階層構造で管理す
るためのディレクトリ管理方式が、従来より一般的に行
われている。
以下、磁気ディスクでの階層ディレクトリ管理方式の一
例を説明する。
この磁気ディスクの階層ディレクトリ管理方式では、デ
ィレクトリは通常のファイルと同様に扱いディレクトリ
単位でファイルを管理する。
そして、最上位のディレクトリをルートディレクトリと
いい、その他の下位のディレクトリはサブディレクトリ
といい、さらにサブディレクトリの上位ディレクトリを
親ディレクトリという。
第８図は、磁気ディスクにおけるディレクトリエントリ
フォーマットを例示する模式図である。
図示のように、ファイル情報として、ファイル名５０１
、属性５０２、位置情報５０３、ファイルサイズ５０４
を含んでいる。
このうちファイル名５０１は、ユーザがファイルを識別
するために付ける名称である。
また、属性５０２は、ディレクトリエントリが示す情報
が通常ファイルなのかサブディレクトリなのかを識別す
るための情報で、属性がサブディレクトリのとき、その
ディレクトリエントリが示すのはディレクトリエントリ
群すなわちディレクトリである。
さらに、位置情報５０３は、ファイルが磁気ディスクの
どの場所から記録されているかを示す情報であり、ファ
イルサイズ５０４は、ファイルの有効なバイト数を示し
ている。
また、上記サブディレクトリには、親ディレクトリとサ
ブディレクトリ自身のディレクトリエントリを含めて記
録する。これにより、ディレクトリからディレクトリへ
のアクセスを可能にし、階層ディレクトリ構造を実現し
ている。
そして、この管理方式では、ディレクトリ単位でファイ
ルを管理し、ディレクトリを移る場合は、その移るディ
レクトリのディレクトリエントリにより情報記録媒体か
らディレクトリを読み出してファイルにアクセスする。
第３図は、階層ディレクトリ構造のモデル例を示す模式
図である。
図において、Ｒｏｏｔはルートディレクトリ、Ｆ１〜Ｆ
４は通常ファイル、Ａ、Ｂはサブディレクトリを示して
いる。
ルートディレクトリには、ファイルＦｌとサブディレク
トリＡのディレクトリエントリが記録される。
サブディレクトリＡには、ファイルＦ２およびサブディ
レクトリＢのディレクトリエントリと、親ディレクトリ
であるルートディレクトリとサブディレクトリ自身のデ
ィレクトリエントリとが記録される。
サブディレクトリＢには、ファイルＦ３およびファイル
Ｆ４のディレクトリエントリとともに。
親ディレクトリであるサブディレクトリＡとサブディレ
クトリ自身のディレクトリエントリが記録される。
ルートディレクトリからサブディレクトリＡに移るとき
は、ルートディレクトリ中のサブディレクトリＡのディ
レクトリエントリによって、記録媒体からサブディレク
トリＡを読み出して、サブディレクトリＡに含まれるデ
ィレクトリエントリによってディレクトリＡが管理する
ファイルにアクセスする。
また、サブディレクトリＡからルートディレクトリに移
るときは、サブディレクトリＡ中のルートディレクトリ
のディレクトリエントリにより、記録媒体からルートデ
ィレクトリを読み出してルートディレクトリに含まれる
ディレクトリエントリによってルートディレクトリが管
理するファイルにアクセスする。
ファイルの追加、更新によってディレクトリに変更が生
じた場合、例えば、サブディレクトリＡにファイルＦ５
を新たに追加した場合には、サブディレクトリＡにファ
イルＦ５のディレクトリエントリを追加してサブディレ
クトリＡを全て再記録する。
また、ファイルＦ５の内容を変更した場合も、サブディ
レクトリＡ中のファイルＦ５のディレクトリエントリを
変更し、サブディレクトリＡを全て再記録する。
以上の説明のように、磁気ディスクにおける階層ディレ
クトリ管理方式ではディレクトリをファイルと同様に扱
い、一つでもディレクトリエントリに変更が生じたとき
には、変更したディレクトリエントリを含むサブディレ
クトリまたはルートディレクトリの情報を全て再記録す
る。
［発明が解決しようとする課題］ しかしながら、記録データの消去が不可能な情報記録媒
体で磁気ディスクと同様の階層ディレクトリ管理方式を
行うと、ファイルの追加、変更の度にサブディレクトリ
またはルートディレクトリを新たに追記しなければなら
ず、変更する必要の無いディレクトリエントリまで再記
録することから、変更のない多くのディレクトリエント
リを重複して記録することになり、これらが無駄に残存
したままとなり５有効な記録容量を減らすうえ、ディレ
クトリの検索時間も長くなる欠点がある。
本発明は、記録データの書き換えが不可能な情報記録媒
体に対する階層ディレクトリ管理に適したディレクトリ
管理方式を提供することを目的とする。
［課題を解決する手段］ 本発明は、情報記録媒体にディレクトリエントリを個別
に記録するとともに、各ディレクトリエントリの情報と
して、その属性と親ディレクトリを識別する親情報を含
む情報を記録する記録手段と、情報記録媒体に記録され
た各ディレクトリエントリを読み出して、その属性と親
情報から、各ディレクトリエントリを階層構造に変換す
る変換手段とを有することを特徴とする。
［作用］ 本発明では、ディレクトリを情報記録媒体に記録するの
ではなく、個々のディレクトリエントリを情報記録媒体
に記録するとともに、記録した各ディレクトリエントリ
を読み出して、各ディレクトリエントリを階層構造に変
換することにより、仮想的なディレクトリを作リファイ
ルを階層構造で管理することにより、ファイルの追加、
変更の際、変更のないディレクトリエントリまで無駄に
再記録する必要を無くすことができる。
［実施例］ 第１図は、本発明の一実施例によるディレクトリ管理方
式を用いた情報処理装置の構成を示すブロック図である
。
この情報処理装置は、この実施例における各種処理を実
行するＣＰＵＩＩと、このＣＰＵＩＩの制御プログラム
等を格納したＲＯＭ１２と、ＣＰＵ１ｌが制御動作を実
行するためのワークエリアとして用いられるＲＡＭ１３
と、オペレータが各種データの入力を行なう操作部１４
と、オペレータに対する各種表示を行なうＣＲＴ１５と
、画像情報の読み取りや出力を行なうスキャナ／プリン
タ部１６と、光ディスクやハードディスク等の情報記録
媒体に各種データをファイルする外部記録装置１７とを
有している。
そして、この実施例では、上記情報記録媒体には、各フ
ァイルを管理するためのディレクトリエントリを個々に
記録するとともに、これらのディレクトリエントリを読
み出して階層構造に変換することにより、上記ＲＡＭ１
３の所定領域に仮想的なディレクトリを作リファイルを
階層構造で管理するものである。
第２図は、上記ディレクトリエントリのフォーマット例
を示す模式図である。
シリアル番号１０１は、各ディレクトリエントリを識別
する情報である。
ファイル名１０２は、ディレクトリエントリが示すファ
イルに付ける名称である。
属性１０３は、ディレクトリエントリの種類を判別する
ものである。
位置情報１０４は、ディレクトリエントリが管理するフ
ァイルが記録媒体のどの場所（セクタアドレス等）に記
録されているかを示すものである。
ファイルサイズ１０５は、ディレクトリエントリが管理
するファイルの大きさ（使用セクタ数、バイト数等）を
示すものである。
親情報１０６は、ディレクトリエントリの親ディレクト
リを識別する情報である。
なお、これらの情報はどのような順序で記録されていて
もかまわない。
第３図は、階層ディレクトリ構造のモデルを例示する模
式図である。
図において、Ｒｏｏｔはルートディレクトリ、Ｆｌ−Ｆ
４は通常ファイル、Ａ、Ｂはサブディレクトリを示して
いる。
本実施例では、メモリ（ＲＡＭ１３）内に設けた仮想デ
ィレクトリ展開領域上に、第３図に示すような階層構造
のディレクトリを展開できるよう、各ディレクトリエン
トリの各情報を適宜設定する。
第４図は、情報記録媒体に記録された各ディレクトリエ
ントリの一覧表を示す模式図である。
記録媒体上には、サブディレクトリＡ、Ｂのディレクト
リエントリとファイルＦｌ−Ｆ４のディレクトリエント
リおよびファイルＦ１〜Ｆ４が第２図のフォーマットで
記録されている。
各シリアル番号は、記録したディレクトリエントリに、
その記録順に付け、他のディレクトリエントリの親情報
として用いる。ルートディレクトリは情報記録媒体には
記録しないが、シリアル番号は０とする。したがって、
ルートディレクトリのシリアル番号ＯはファイルＦｌと
サブディレクトリＡの親情報としてのみ記録されている
。
また、属性は、通常ファイルとサブディレクトリがあり
、ｆが通常ファイル、Ｓがサブディレクトリを示してい
る。属性がサブディレクトリのディレクトリエントリは
、記録媒体上のデータを管理するものではなく、データ
を読み出して階層構造にしたときのサブディレクトリの
名前（ここではＡまたはＢ）を表すものである。したが
って、ディレクトリエントリの集合としてのサブディレ
クトリＡ、Ｂ自体は、記録媒体上には記録されていない
。
さらに、位置情報のＦｌ−ＴＯＰ、Ｆ２−Ｔ。
Ｐ、Ｆ３−ＴＯＰ、Ｆ４−ＴＯＰは、それぞれファイル
Ｆ１．Ｆ２、Ｆ３．Ｆ４が記録媒体上のどこから記録さ
れているかを示し、ファイルサイズのＦｌ−５ＩＺＥ、
Ｆ２−５ＩＺＥ、Ｆ３−ＳｒＺＥ、Ｆ４−３ＩＺＥは、
それぞれファイルＦ１．Ｆ２、Ｆ３、Ｆ４のバイト数を
示す。
位置情報とファイルサイズは、属性が通常ファイルの時
にだけ有効で、属性がサブディレクトリのときには意味
を持たない。
各ディレクトリエントリは、情報記録媒体に１つずつ書
き込み、読み出しができるようになっている。また、デ
ィレクトリエントリの読み出しはシリアル番号の１から
順に読み出す。
なお、以後の説明では、サブディレクトリＡ、Ｂのディ
レクトリエントリを、ディレクトリＡ、Ｂとし、ファイ
ルＦｌ−Ｆ４のディレクトリエントリをディレクトリＦ
ｌ−Ｆ４という。
第５図は、第４図に示すディレクトリエントリデータを
読み出し、メモリ（ＲＡＭＩ　３）内の仮想ディレクト
リ展開領域上で階層構造に展開した場合のディレクトリ
エントリデータを示す模式図である。
第５図において、Ｒｏｏｔは、ルートディレクトリのデ
ィレクトリエントリデータの先頭を示し、５ｕｂＡ、５
ｕｂＢは、それぞれサブディレクトリＡ、サブディレク
トリＢのディレクトリエントリデータの先頭を示す。
また、ｎｅｘｔはルートディレクトリまたはサブディレ
クトリに属すディレクトリエントリをリンクしていくた
めのもので、リンクした次のディレクトリエントリのア
ドレスを示す。
さらに、ｎｕｌｌは、リンクしたディレクトリエントリ
が最後であることを示す。
また、ｆｏｒｗａｒｄ、ｂａｃｋは、属性がサブディレ
クトリのときだけセットする情報で、ｆｏｒｗａｒｄは
、親ディレクトリの先頭アドレスを示し、ｂａｃｋはサ
ブディレクトリに属す最初のディレクトリエントリの先
頭アドレスを示す。
第６図は、第４図に示すディレクトリエントリデータを
、第５図に示すようにメモリ上に展開していく際に使う
ディレクトリテーブルを示す模式図である。このディレ
クトリテーブルは、ＲＡＭ１３の上記第５図に示す仮想
ディレクトリ展開領域とは別の領域に設けられている。
このディレクトリテーブルには、ルートディレクトリお
よびサブディレクトリのシリアル番号と先頭アドレスと
を記憶するものであり、ディレクトリエントリデータを
展開する際、その親情報に対応するディレクトリの先頭
アドレスを示し、仮想ディレクトリ展開領域における検
索動作を行なわせる機能をもつ。
また、１つもディレクトリエントリを読み出してない初
期状態では、第６ｒＭのディレクトリテーブルには何も
登録されていないことを示すｎｕｌｌをセットする。
なお、第５図に示す仮想ディレクトリ展開領域における
Ｒｏｏｔのアドレスと、第６図に示すディレクトリテー
ブルの先頭アドレスとは、予め決められているものとす
る。
第７図は、ディレクトリエントリを階層構造に変換する
処理の概要を示すフローチャートである。
まず、ディレクトリエントリを情報記録媒体から読み出
し、ディレクトリエントリの親情報を読み取る（Ｓｌ）
、なお、ディレクトリエントリの読み出しは、シリアル
番号順に行なう。
次に、予め設定されているアドレスに基いてディレクト
リテーブルを参照し、このテーブルのシリアル番号に８
１で読み取った親情報があるかどうか検索しくＳ２）、
ディレクトリテーブルにシリアル番号がない場合には、
最初のディレクトリエントリであると判断しくＳ３）、
ディレクトリテーブルに、予め決められているルートデ
ィレクトリの飛び先とシリアル番号Ｏとを記憶する（５
３−１）。
次に、上記親情報によってディレクトリテーブルを検索
し、この検索結果に基いて上記第５図の仮想ディレクト
リ展開領域における各ディレクトリの先頭アドレスに飛
ぶ（Ｓ４）。そして、ここに既に登録されているディレ
クトリで検索を続け、次のディレクトリエントリへの飛
び先を示す情報を求めていき（Ｓ５）、最後のディレク
トリエントリを示すｎｕｌｌを検出した時点で、ディレ
クトリエントリを仮想ディレクトリ展開領域に登録する
（３６）。
この後、そのディレクトリエントリの属性を判別し、属
性がサブディレクトリでなければｓ８に進み、サブディ
レクトリならば、サブディレクトリの親デイレ”クトリ
への飛び先をディレクトリテーブルに記憶しく３７−１
）、さらに、ディレクトリテーブルにサブディレクトリ
のディレクトリエントリのシリアル番号と飛び先を記憶
して（３７−２）、Ｓ８に進む。
次に、全ディレクトリエントリを読み出したかどうかを
判別しく３８）、全ディレクトリエントリを読み出すま
で、Ｓｌから繰り返す。
以上のようにして、記録媒体内の各ディレクトリエント
リを、ＲＡＭ１３内の仮想ディレクトリ展開領域に順次
登録していき、階層構造のディレクトリを作成する。
次に、このような変換処理を、第４図のディレクトリエ
ントリデータの内容に即して詳細に説明する。
まず、シリアル番号１のディレクトリＦｌを読み出す、
ディレクトリＦｌは、属性が通常ファイルで親情報がＯ
である。そこで、第６図のディレクトリテーブルからシ
リアル番号０を検索する。
しかし、ここではディレクトリテーブルには、ｎｕｌｌ
Ｌか格納されていないので最初のディレクトリだと判断
し、ディレクトリテーブルにシリアル番号０、ルートデ
ィレクトリの先頭を示すＲｏｏｔを記憶する。
そして、仮想ディレクトリ展開領域のＲｏｏｔにディレ
クトリＦ１を登録する。このとき次のディレクトリエン
トリへの飛び先を示すｎｅｘｔにはｎｕｌｌをセットす
る。
次に、全ディレクトリエントリを読み出してないので、
シリアル番号２のディレクトリＡを読み出す、ディレク
トリＡは属性がサブディレクトリで親情報がＯである。
そこで、ディレクトリテーブルからシリアル番号０を検
索し、シリアル番号０の飛び先である仮想ディレクトリ
展開領域のＲｏｏｔに行く、ここで、Ｒｏｏｔのディレ
クトリエントリのｎｅｘｔがｎｕｌｌとなるまで検索す
る。ｎｅｘｔがｎｕｌｌとなったところで、このｎｅｘ
ｔに、次に登録するディレクトリエントリの仮想ディレ
クトリ展開領域上のアドレスをセットし、このアドレス
でディレクトリＡを登録する。
このときディレクトリＡの属性がサブディレクトリなの
で親ディレクトリにアクセスするためにｆｏｒｗａｒｄ
に親ディレクトリであるルートディレクトリの先頭を示
すＲｏｏｔをセットし、サブディレクトリＡに属するデ
ィレクトリエントリにアクセスするためのｎｅｘｔには
何も登録してないことを示すｎｕｌｌをセットし、ディ
レクトリテーブルにディレクトリＡを登録したアドレス
５ｕｂＡとシリアル番号２を記憶する。
次に、シリアル番号３のディレクトリＦ２を読み出す。
ディレクトリＦ３は属性が通常ファイルで層情報が２で
ある。
そこで、ディレクトリテーブルからシリアル番号２を検
索する。そして、ディレクトリテーブルからシリアル番
号２の飛び先である５ｕｂＡに行く。ディレクトリＡに
属すディレクトリエントリへの飛び先を示すｎｅｘｔに
はｎｕｌｌがセットされているのでサブディレクトリＡ
に属すディレクトリエントリが無いと判断する。そして
、ディレクトリＡのｂａｃｋにディレクトリＦ２を登録
する仮想ディレクトリ展開領域上のアドレスをセットし
、このアドレスにディレクトリＦ２を登録する。
このように記録して全てのディレクトリエントリを登録
した結果、第５図に示す階層構造を得ることができる。
なお、本実施例ではディレクトリエントリを１つずつ記
録媒体から読み出しているが全てのディレクトリエント
リを読み出した後、階層構造に変換しても良い。
第５図のように展開したディレクトリによって、第３図
に示す階層構造でファイルを管理することができる。
すなわち、ルートディレクトリからサブディレクトリＡ
に移るときは、ルートディレクトリＲ００ｔからディレ
クトリエントリを検索してサブディレクトリＡのディレ
クトリＡが管理するファイルにアクセスする。
また、サブディレクトリＡからルートディレクトリに移
るときには、サブディレクトリＡのディレクトリエント
リのｆｏｒｗａｒｄによってルートディレクトリの先頭
であるＲｏｏｔに飛ぶことによりルートディレクトリが
管理するファイルへのアクセスも実現できる。
また、ファイルを追加、変更する場合には、例えば、サ
ブディレクトリＡの下にファイルＦ５を追加する場合、
まず、属性を通常ファイル、層情報をサブディレクトリ
Ａのシリアル番号２としてファイルＦ５のディレクトリ
エントリのみ追記し、メモリ上のディレクトリＡのリス
トを検索して行きディレクトリＢにリンクすれば良い。
また、ファイルＦ５を変更する場合には、新たにファイ
ルＦ５のディレクトリエントリを追記して、メモリ上の
ディレクトリＦ５の内容を変更すれば良い。
また、後にディレクトリを階層構造に変換する段階で、
同じファイル名を検出したときにはシリアル番号の大き
な方、つまり後に記録されたディレクトリを有効とすれ
ば良い。
以上のように本実施例では、全ディレクトリエントリを
読み込んでメモリ上に保持しているのでディレクトリを
移るとき再び記録媒体上からディレクトリを読み出す必
要がなく、またディレクトリエントリに変更が生じた場
合にも、変更するディレクトリエントリだけを記録する
ので記録時間も短縮できる。
なお、上記実施例では、各ディレクトリエントリを識別
する情報として、各ディレクトリに付けたシリアル番号
を用いたが、ファイル名または各サブディレクトリのみ
を識別する情報を付与してこれを識別に用いてもよい、
また、ディレクトリに含む属性と層情報からディレクト
リを階層構造に変換する手段は、前記の実施例で示した
ものに限らない。
なお、本発明は記録データの書Ｓ換えができない記録媒
体だけでなく、データの書き換え可能な記録媒体に対し
ても階層的ディレクトリ管理を適用することができる。
［発明の効果］ 以上説明したように、本発明によれば、ファイルの追加
、変更によってディレクトリエントリに変更が生じた場
合も、変更しなければならないディレクトリエントリを
再記録するだけでよく、特に記録データの書き換えが不
可能な情報記録媒体に対する階層ディレクトリ管理にお
いて、記録容量の節約および検索時間の短縮を図ること
ができる効果がある。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明の−・実施例によるディレクトリ管理
方式を用いた情報処理装置の構成を示すブロック図であ
る。 第２図は、同実施例におけるディレクトリエントリのフ
ォーマット例を示す模式図である。 第３図は、同実施例における階層ディレクトリ構造のモ
デルを例示する模式図である。 第４図は、同実施例において情報記録媒体に記録された
各ディレクトリエントリデータの一覧表を示す模式図で
ある。 第５図は、同実施例におけるディレクトリエントリをメ
モリ上で階層構造に展開した状態を示す模式図である。 第６図は、同実施例においてディレクトリエントリを階
層構造に展開していく際に使うディレクトリテーブルを
示す模式図である。 第７図は、同実施例においてディレクトリエントリを階
層構造に変換する処理の概要を示すフローチャートであ
る。 第８図は、磁気ディスクにおいて従来用いられているデ
ィレクトリエントリフォーマットを例示する模式図であ
る。 １１・・・ＣＰＵ、 １２・・・ＲＯＭ、 １３・・・ＲＡＭ、 １４・・・操作部、 ｌ　５・・・ＣＲＴ、 １６・・・スキャナ／プリンタ部、 １７・・・外部記録装置、 １０１・・・シリアル番号、 １０２・・・ファイル名、 １０３・・・属性、 １０４・・・位置情報、 １０５・・・ファイルサイズ、 １０６・・・親情報。 特許出願人　　　キャノン株式会社 同代理人　　　　用久保　　新　− 第１図 第２図 第８図 第３図 第７図

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 情報記録媒体にディレクトリエントリを個別に記録する
    とともに、各ディレクトリエントリの情報として、その
    属性と親ディレクトリを識別する親情報を含む情報を記
    録する記録手段と； 情報記録媒体に記録された各ディレクトリエントリを読
    み出して、その属性と親情報から、各ディレクトリエン
    トリを階層構造に変換する変換手段と； を有することを特徴とするディレクトリ管理方式。
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