JPH04504018A - 消去不可能な記憶媒体上にファイルを読出しかつ書込む方法 - 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】 消去不可能な記憶媒体上に ファイルを読出しかつ書込む方法 技術分野 この発明は、コンピュータオペレーティングシステムと周辺の入出力装置との間 のディレクトリおよびデータファイルの形式の情報転送を調整するためのデバイ スドライバに関するものであり、特定的には、ライト・ワンス　リード°メニー （ｗｒｉｔｅ−ｏｎｃｅ　ｒｅａｄ−ｍａｎｙＬすなわち消去不可能なデータ記 憶媒体上にこのようなファイルを読出しかつ書込む方法に関するものである。

背景技術 ］ンピュータシステムを動かすソフトウェアは、コンピュータハードウェアから さまざまな程度の独立性を有する層に典型的に編成される。ハードウェアから最 も独立した、層は通例、ワード処理または簡易言語プログラムのような、特定の ジョブを実行し、ファイルおよびファイル内の記録に関するデータを処理するア プリケーションプログラムである。中間層は、メモリおよびディスク記憶のよう なシステム資源の割当を管理するオペレーティングシステムの核であり、ディス クディレクトリおよびディスク記憶の他のる層は、磁気ディスクドライブのよう な周辺装置の制御装置を管理するオペレーティングシステムの構成要素であるデ バイスドライバを含む。デバイスドライバは、周辺装置とコンピュータのＲＡＭ メモリとの間でデータを転送する責任を担い、他のプログラムがそれに作用し得 る。ドライバはオペレーティングシステムの核を、ちょうどその核がファイル管 理の詳細からアプリケーションプログラムを順に保護するように、装置の入出カ ポ−ドアドレスおよび動作特性のような特定の周辺装置の特殊性を処理する必要 性からオペレーティングシステムの核を保護する。

磁気記憶装置のデバイスドライバは記憶媒体上のファイル割当テーブルおよびデ ィレクトリをデータと同様、オペレーティングシステムの１つのコマンドの実行 の間数面アクセスし、更新する。これはファイル属性を変化させるためとともに 、ディスクの性能を最大にするために行なわれ、次回この情報が要求される際、 より効率的な検索を許容する。この情報の転送は多数のセクタを何度も読出しお よび書込みすることを含む。しかし、この磁気媒体は消去可能であるため、これ は問題ではなく、結果として記憶容量の損失にはならないであろう。他方、ＣＤ −ＲＯＭおよびレーザ記録可能なダイレクト・リード・アフタ・ライト（ｄｉｒ ｅｃｔ−ｒｅａｄ−ａｆｔｅｒ−ｗｒｉｔｅ　）媒体のような現在使用可能な光 学記憶媒体は消去不可能である。したがってこれらの媒体はライト・ワンス　リ ード・メニー（ＷＯＲＭ）媒体、またはただのライト・ワンス媒体としばしば呼 ばれる。ライト・ワンス媒体は消去可能でないため、ファイルが更新されるたび 、容量が失われる。１つのコマンドの間のファイル割当テーブルおよびディレク トリの多重記録は、容量が必要より３倍早く消耗されるため、特にやっかいであ る。

したがって、この発明の目的は、媒体に記憶されるファイルへの迅速なアクセス を許容しつつ、現在既知の方法はど急速に媒体の記憶容量を使いっくさないライ ト・ワンスまたは消去不可能な媒体上に（ディレクトリを含む）ファイルを読出 しかつ書込む方法を提供することである。

この発明の開示 上記の目的は、オペレーティングシステムと消去不可能な媒体との間でファイル を転送する方法に適合しており、その中で媒体上のディレクトリはキャッシュメ モリに読込まれ、消去可能な媒体のＦＡＴおよびディレクトリに対応するオペレ ーティングシステム型のファイル割当テーブル（ＦＡＴ）およびディレクトリは そのキャッシュメモリ内のディレクトリから構成される。データ転送はこのキャ ッシュメモリを介して間接的に行なわれる。ユーザに要求されるコマンドを実行 するため、オペレーティングシステムは実際にその媒体に書込まずに、ファイル 割当テーブルを変更するか、またはキャッシュメモリ内のファイル属性を変化さ せることができる。オペレーティングシステムが全コマンドの完了によってキャ ッシュメモリの更新を終了し、キャッシュ内のデータが書込みの準備を完了して いるときのみ、このドライバは実際の媒体を更新する。このドライバは媒体上に いつ書込むべきかを決定するだけでなく、たとえば変化してしまった情報のみの 書込みによる、はとんどの効率的な検索のためにデータを記憶する最良の方法を も決定する。

図面の簡単な説明 図１は、先行技術およびこの発明の両方のデバイスドライバ割込ルーチンのフロ ーチャートである。

図２Ａおよび２Ｂは、標準的磁気媒体のための、図１のルーチンの入力および出 力ステップを実行する先行技術の方法を示すフローチャートである。

図３Ａおよび３Ｂは、小型光学ディスクのための図１のルーチンの入力および出 力ステップを実行する別の先行技術の方法を示すフローチャートである。

図４は、オペレーティングシステムメモリおよび標準的磁気媒体の両方に記憶さ れる先行技術のファイル割当構造の概略図である。

図５Ａおよび５Ｂは、ＦＡＴおよびディレクトリエントリを示す、図４のファイ ル割当構造の部分的概略図である。

図６は、オペレーティングシステムメモリおよびキャッシュメモリに記憶される この発明のファイル割当構造の概略図である。

図７は、一時メモリバッファ内、およびライト・ワンス媒体上に記憶されるこの 発明のファイル割当構造の概略図である。

図７Ａは、この媒体上のディレクトリエントリを示す、図７の構造の部分的概略 図である。

図８は、この発明の方法に使用されるカードフォーマットのライト・ワンス光学 記憶媒体の上面図である。

図９は、ライト・ワンス媒体のための図１のルーチンの入力ステップを実行する ためのこの発明の方法を示すフローチャートである。

図１０および１１は、図９のステップの部分を詳細に示すフローチャートである 。

図１２は、ライト・ワンス媒体のための図１のルーチンの出力ステップを実行す るためのこの発明の方法を示すフローチャートである。

図１３および１４は、図１２のステップの部分を詳細に示すフローチャートであ る。

図１５および１６は、図７Ａに示されるものの代替的なディレクトリエントリの 概略図である。

この発明を実行するためのベストモード図１を参照すると、ブロックデバイスド ライバ割込ルーチンは、初期設定、媒体検査、ＢＩＯＳパラメータブロックの構 築、取外し可能な媒体、入力および出力の６つの一般的機能の１つを行ない、オ ペレーティングシステムの核へ制御を復帰させる。デバイスドライバは、コンピ ュータオペレーティングシステムに要求されるような、記憶媒体とコンピュータ メモリとの間の、逆もまた同様である、情報転送処理である。一般的に特定の装 置のドライバはまずオペレーティングシステムによって使用可能なドライバの連 鎖および識別される特定の装置の特性から呼び出される。

たとえば、プリンタは、データがバイト毎に直列態様で転送されることを要求す るキャラクタ型装置であるのに対し、ディスクドライブはその中でデータがバイ トの集合で転送されるブロック型装置である。この発明はブロック型ドライバ方 法に関するものである。次に、戦略ルーチンは要求された動作が装置によって実 行されるのを待機させ、データ転送が他のコンピュータ動作を遅らせないように する。

最後に図１に示される割込ルーチンが要求された動作を実行する。

割込ルーチンが実行する動作は、その中でハードウェア装置の存在および機能が 検査され、かつディスクドライブヘッドをトラック０へ移動するようないかなる 必要な初期設定も実行される初期設定と、その中で片面から両面、または８セク タから９セクタデイスクへの変化のようなアクセスに影響を与える媒体のいかな る変化も報告される媒体検査と、媒体の変化が報告されるときにはいっでも行な われる媒体記述子コードによるＢＩＯＳパラメータブロックの構築と、媒体がそ の駆動から取外し可能であるか否かの報告と、入力および出力とを含む。所望さ れるなら、他の機能が付加されてもよい。

以下の開示は、マイクロソフト　コーポレーション（Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ　Ｃｏ ｒｐｏｒａｔｉｏｎ）によって提供されるＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステ ムと、この出願の誼受入であるドレクスラー・テクノロジー・コーポレーション （Ｄｒｅｘｌｅｒ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎ）によって 「レーザカード（ＬａｓｅｒＣａｒｄ）Ｊの商品名で販売されるカードフォーマ ットのレーザ記録可能な光学媒体とを参照して行なわれる。

しかし、この発明の方法は、カード、ディスク、テープ、およびドラムフォーマ ットなどにおいて、消去不可能な磁気媒体および他の型の光学媒体のような他の 型のライ゛ト・ワンス媒体と共同してユニックス（Ｕｎ　ｉ　ｘ）またはマツキ ントラシュ（Ｍａｃｉｎｔｏｓｈ）オペレーティングシステムのような他のオペ レーティングシステムにも応用可能であることが当業者には認識されるであろう 。ＭＳ−ＤｏＳおよび他のオペレーティングシステムが消去可能な媒体との間を 往復するファイル転送を処理する方法の明瞭な理解は、この発明およびライト・ ワンス媒体に関するファイル転送の方法の理解に重要であるため、消去可能な媒 体のための現在のファイル転送方法がまず簡単に説明される。

したがって、ＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムおよび据え付は可能なデバ イスドライバの付加的情報は、ｒＪＢＭ−ＰＣ技術マニュアル（ＩＢＭ−ＰＣＴ ｅｃｈｎｆｃａｌ　Ｍａｎｕａｌ）Ｊ、ｒＭＳ−ＤＯ３百科辞典（Ｔｈｅ　ＭＳ −ＤＯ８Ｅｎｃｙｃｌｏｐｅｄｔａ）Ｊ、および「マイクロソフトＭＳ−ＤＯＳ オペレーティングシステムプログラマ−の参照（Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ　ＭＳ−Ｄ Ｏ３０ｐｅｒａｔｉｏｎ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒｓ’　ｒｅｆｅ ｒｅｎｃｅ）」の当業者に周知の３冊の出版物において得られてもよい。この発 明に関する限り、入力および出力を含むステップ、すなわち消去不可能な媒体上 の情報の続出および書込のみが、消去可能な媒体で使用されるステップと異なる 。

図２Ａを参照すると、消去可能な磁気媒体上に記憶されるファイルの入力はこの オペレーティングシステムによって要求される開始セクタ番号をアクセスするこ とによって開始する（ステップ１１）。以下に説明されるであろうように、この ファイルディレクトリおよびファイル割当テーブルは、データファイルの開始セ クタ番号がファイルディレクトり内で特定される一方、オペレーティングシステ ムに既知である媒体の特定のセクタ上に記憶される。セクタ番号をアクセスする とき、媒体ドライブの続出ヘッドは開始セクタ番号のロケーションへ物理的に移 動される。次に、セクタの適当な番号が読出される（ステップ１３）。これらの セクタに記憶される情報はオペレーティングシステムによって特定される転送ア ドレスと呼ばれるアドレスでコンピュータメモリに転送される。エラーは検出さ れ（ステップ１５）、うまく転送されたワードの数が報告される（ステップ１７ ）。コマンドはオペレーティングシステムの核に復帰する（ステップ１９）。

図２Ｂを参照すると、消去可能な磁気媒体へのファイルの出力が同じように進行 する。開始セクタ番号は書込に使用可能な媒体のセクタロケーションへ書込ヘッ ドを物理的に移動させることによってアクセスされる（ステップ２１）。セクタ の適当な番号が書込まれ（ステップ２３）、ファイル情報がコンピュータメモリ 内の転送アドレスから媒体の利用可能なセクタへ転送される。エラーはチェック され（ステップ２５）、うまく転送されたワードの数か報告される（ステップ２ ７）。コマンドはオペレーティングシステムの核へ転送される（ステップ２９） 。コピーのよ、うな典型的オペレーティングシステムコマンドが同一セクタへの 多数の続出および書込を含んでもよいことが注目される。特に、ファイルディレ クトリおよびファイル割当テーブルは、コマンドが完了する前に数回更新されて もよい。

磁気媒体が消去可能であることによって、これらの多数の出力は記憶容量の損失 を受けずに許容される。

図３Ａを参照すると、消去不可能な磁気媒体の型であるＣＤ−ＲＯＭの先行技術 の１つのファイル転送方法は、オペレーティングシステムセクタ番号の媒体セク タ番号へのマツピングを使用して、媒体の異なるロケーションへのファイルの再 書込を処理する。ファイル入力のためのステップは、セクタ番号のアクセスステ ップ３１を除いて磁気媒体のためのものと同じである。ここではまず、セクタの いずれかが再割当されているかに関する決定が行なわれる。

もしされていなければ、この処理は磁気媒体に関するものと同じである。もし、 たとえばファイルの更新によるような再割当が行なわれていると、媒体の消去可 能性を想定するオペレーティングシステムセクタ番号と現在割当られる媒体セク タ番号との間に、関係が確立される。このマツピングは続出ヘッドを媒体の正し いセクタへ移動させるように使用され、それによって更新されたセクタの続出が 可能になる。

図３Ｂを参照すると、ＣＤ−ＲＯＭへのファイルの出力は、ステップ３３に示さ れる書込のための媒体の第１の使用可能なセクタへ書込みヘッドを置き、かつ移 動させることによって開始する。簡単に言えば、オペレーティングシステムによ って要求されるセクタがすでに使用されているか否かが決定される。もし使用さ れていなければ、書込は磁気媒体の場合と同様に進行する。もしセクタがすてに 使用されていれば、そのセクタは媒体上の新しいロケーションヘマップされる（ ステップ３５）。もし書込まれるべきファイルがファイル割当テーブルおよびデ ィレクトリであれば（ステップ３７）、まずこれが更新であるかどうかを決定し くステップ３９）、もしそうであればこのファイル割当テーブルおよびディレク トりは媒体上の新しいロケーションに書込まれる。典型的には、ファイル割当テ ーブル全体が、変化が起こる度に再書込みされる。

図４を参照すると、消去可能な磁気媒体上、およびコンピュータメモリ内の両方 に記憶される情報のための、マイクロソフト　コーポレーションによって提供さ れるＭＳ−ＤＯＳオペレーティングシステムの典型的なファイル割当構造は、各 々５１２バイトを典型的に保持する複数のセクタを含む。セクタ０はブート命令 のために確保される。各々長さ２セクタの２部のファイル割当テーブル（ＦＡＴ ）はセクタ上ないし４に割当てられる。６４の３２バイトエントリを保持するこ とができるディレクトリはセクタ５ないし８に割当てられる。この媒体の残りの セクタは他゛のすべでのファイルすなわちデータファイルを記憶するためのもの である。

図５Ｂに示されるように、ディレクトリエントリは、ファイルを識別し、それに よってコンピュータオペレーティングシステムによって呼び出されることができ る８バイトのファイル名および３バイトのファイル名拡張を含む。ファイル属性 バイトＢはファイル名拡張に続き、このファイルがリードオンリ　ファイル、ヒ ドン　ファイル、システム　ファイル、ボリュームラベルなどのいずれであるか を示し、各型のファイルは典型的に異なって処理されるため、メモリ内に異なる 優先順位を有する。これらの属性は適当なシステムコマンドを呼び出すことによ って所望のように変化されることができる。バイトＣないし１５は確保される。

４バイトはファイルが作りだされたがまたは最終更新された時間および日付に割 当られる。バイトＩＡおよびＩＢはファイルデータ領域内のファイルの開始集合 番号を記憶し、４バイトＩＣないしＩＦはバイト内のファイルの大きさを示す。

ディレクトリおよびファイル割当テーブルを使用して、媒体上のいかなるファイ ルも置かれることができる。まずディレクトリ内にファイル名を置いて、そのエ ントリのバイトＩＡおよびＩＢ内の開始集合が識別される。図５Ａに部分的に示 されるファイル割当テーブルは同一ファイルの次の集合へのポインタ４１を含む 。終点ポインタ４３は指定ＦＦによって示される。したがって、もし図５Ｂのエ ントリ内の開始集合が集合ＩＥであれば、図５Ａのファイル割当テーブルを参照 して、４５バイト（各ＦＡＴエントリは１１／２バイトの長さである）が集合Ｉ Ｅに進む。ポインタ４５は終点ポインタが識別されるまで、集合ＩＦを指す集合 ＩＥに置かれ、集合ＩＦは集合２０を指す、などである。もしその集合の大きさ が１セクタに等しければ、所望されるファイルはセクタＩＥないし２２、Ａ４な どに置かれるであろう。

図６ないし８を参照すると、この発明は（媒体の消去可能性を想定する）オペレ ーティングシステムおよび消去不可能な媒体との間の仲介物として動作するキャ ッシュメモリを導入する。このキャッシュメモリはオペレーティングシステムデ ィスク割当領域および媒体ディレクトリ領域を含む。このオペレーティングシス テムはキャッシュディスク割当領域を消去可能な媒体上に書込んでいるかのよう に書込む。キャッシュディスク割当領域にあらゆる変化が行なわれているとき、 すなわちオペレーティングシステムコマンドが完了されるとき、キャッシュのデ ィスク割当構造は、キャッシュの媒体ディレクトリ領域内に媒体のディレクトリ を構築するように使用される。変化した情報はその媒体に書込まれる。

図６に示されるキャッシュディスク割当領域は確保されたセクタ０、セクタｌな いし６内の１個のファイル割当テーブル、セクタ７ないしＡ内のディレクトリ、 およびセクータＢないし７ＦＦ内のファイルデータ領域を含む。この領域の長さ は、１メガバイト記憶容量を存する媒体に対応する２０４８セクタである。二度 情報が記録されるとこの消去不可能な媒体は信頼できるとみなされるため、１つ のＦＡＴのみが必要とされる。ディレクトリの大きさは、各々３２バイトの長さ で合計６４デイレクトリエントリに空間を割当て、かつセクタごとに５１２バイ トをフォーマット化することによって決定される。ＦＡＴの大きさは、セクタ個 数（２０４８）−１個の確保されたセクタおよび４個のディレクトリセクタＸＦ ＡＴのポインタごとのｌ′Ａバイトによって、かつ各セクタごとに５１２バイト とることによって決定される。ＦＡＴは図４および５Ａを参照する前述と同じ方 法で構成される。

図７に示されるキャッシュの媒体ディレクトリ領域は６４デイレクトリエントリ の各々に１セクタを割当てる。図７の残りのセクタは、図６の２０３７フアイル データ領域セクタに対応する。このフォーマットは、もしこの応用が必要とすれ ば、むろん異なるように構成されてもよい。図７Ａに示される各ディレクトリエ ントリの長さは５１２バイトで、第１の３２バイトは図５Ｂにおいて上に開示さ れるフォーマットに従って、図６のオペレーティングシステムディレクトリエン トリから複写される。この属性バイトＢは典型的にはリードオンリに設定される 。残りのディレクトリエントリはファイルデータ領域の悪い集合番号４７を退避 させるように使用される。悪い集合ファイルの終点は指定ＦＦＦＦによって示さ れる。ライト・ワンス媒体の特性のために、すべての書込は連続する。ディレク トリエントリ内の悪い集合（または消去された集合）のみを退避させることによ って、キャッシュのオペレーティングシステムファイル割当構造は、ちょうど標 準的ディレクトリエントリおよび悪い集合リストから作りなおされることができ る。

カードフォーマットのライト・ワンス媒体４９は図８に示される。ディスク、テ ープまたはドラムのような他のフォーマットが使用されてもよい。使用されても よい１つのカードは、米国特許番号４５４４８３５号に説明される、レーザ記憶 可能なダイレクト・リード・アフタ・ライト光学記憶材料のストリップ５３がそ の上に配設される札入れ大のカードベース５１を含む光学データカードである。

データは背景領域と対照を成す顕微鏡的大きさのスポットの形式である。このス ポットはストリップ５３上の並行トラック５５に整列され、トラックはキャッシ ュの媒体ディレクトリ領域に正確に対応する各々５１２バイトの「セクタ」に分 割されてもよい。

図９を参照すると、この発明の方法は、入力および出力動作以外は消去可能な媒 体に関するのと同じ態様で図１に示される６つの動作の各々を実行する。入力動 作は、゛動作要求がＦＡＴおよびディレクトリのためか、またはデータファイル のためかを決定することによって開始する（ステップ６１）。もしこの要求がＦ ＡＴおよびディレクトリのためであれば、図８のカード上のディレクトリは図７ のキャッシュの媒体ディレクトリ領域に読出され（ステップ６３）、図６のキャ ッシュのシステムファイル割当て領域が（ステップ６５）。この処理は図１Ｏを 参照して以下に極めて詳細に説明される。もしこの要求がデータファイルのため であれば、適当な集合がカードからキャッシュに続出され、データはコンピュー タメモリの転送アドレスに送られることができるチェーンにディレクトリポイン タによってリンクされる（ステップ６７）。この処理はｌｆｆ１ｌｌを参照して 以下に極めて詳細に説明される。うまく転送された集合の数を示す状態ワードが 報告され（ステップ６９）、制御がオペレーティングシステムの核に復帰される 。

図１０を参照すると、オペレーティングシステムが、ＦＡＴおよびディレクトリ が媒体から読出されることを要求するとき、（エラーおよび状態のような）フラ グが初期設定され（ステップ７１）、同一のカードがドライブ内にあるかどうか を検査する（ステップ７３）。もしこのカードが変化されていたら、エラーフラ グがセットされ（ステップ７５）、制御はオペレーティングシステムに復帰され る。

もし同一のカードがドライブ内にあれば、そのカードのＦＡＴおよびディレクト リがすでにキャッシュのシステムファイル割当領域にロードされているかどうか 検査される（ステップ７７）。もしその場合であれば、別のディレクトリの続出 は要求されない。もしＦＡＴおよびディレクトリがまだロードされていなければ 、ディレクトリはカードからキャッシュ媒体ディレクトリ領域に１集合を一度に 読出され（ステップ７９）、システムファイル割当領域がディレクトリ情報から キャッシュ内に構築される（ステップ８１）。すべての集合が読出されていると 、キャッシュファイルは閉鎖され、フラッグがセットされる（ステップ８３）。

カードの続出が要求されようがされまいが、キャッシュシステムファイル割当領 域内のＦＡＴおよびディレクトリはコンピュータメモリの転送アドレスへ転送さ れる（ステップ８５）。

図１１を参照すると、オペレーティングシステムが読出されるべきデータファイ ルを要求するとき、フラグおよびレジスタは初期設定され（ステップ９１）、同 一カードがドライブ内にあるかどうかを検査する（ステップ９３）。

もし異なるカードがドライブ内にあれば、エラーフラグがセットされ（ステップ ９５）、制御がオペレーティングシステムに復帰される。もし同一カードがドラ イブ内にあれば、キャッシュの媒体ディレクトリ領域の情報に基づいて、そのフ ァイルに対応する集合が、すべての集合が読出されるまで、キャッシュ内に一度 に１つ、順に読出される（ステップ９７）。読出される必要がある集合の数は、 ディレークトリエントリのバイトＩＧないしＩＦのファイルの大きさの情報から 決定される。ヘッド位置をいかに増加させるかは集合がキャッシュ上に記憶され る媒体ディレクトリエントリ内に悪いものとしてリストされるか否かに基づく。

読出すべき集合がもはやなければ、うまく転送された集合の数を示す状態ワード が設定され（ステップ９９）、制御が図９のルーチンの残りに戻される。

図１２を参照すると、この発明の出力動作は、書込要求がＦＡＴおよびディレク トリ、またはデータファイルのいずれに関連するかを決定することによって開始 される（ステップ１０１）。もしオペレーティングシステム要求がＦＡＴおよび ディレクトリを書込むことであれば、カードディレクトリはまずキャッシュ媒体 ディレクトリ領域にキャッシュのシステムファイル割当構造から構築される（ス テップ１０３）。キャッシュディレクトリが完了してはじめて、カードディレク トリはカード上に書込まれる（ステップｌ０５）。この処理は図１３を参照して 以下に極めて詳細に説明される。もしオペレーティングシステムがデータファイ ルがカード上に書込まれることを要求すれば、ファイルは転送アドレスからキャ ッシュに転送される。リンクされたデータはカード上の使用可能な集合に書込ま れる（ステップ１０７）。１つの好ましい方法はカード上にすでに記憶されてい るものから変化したデータ集合のみを書込むことである。これは図１４を参照し て以下に極めて詳細に説明される。適当な情報が転送されているとき、うまく転 送された集合の数を示す状態ワードが設定され（ステップ１０９）　、制御はオ ペレーティングシステムに戻される。

図１３を参照すると、オペレーティングシステムが、ＦＡＴおよびディレクトリ がカードに書込まれることを要求するとき、現在のＦＡＴおよびディレクトリは コンピュータメモリ内の転送アドレスからキャッシュのシステムファイル割当領 域へ転送される（ステップ１１１）。フラグおよびレジスタは初期設定され（ス テップ１１３）　、同一のカードがドライブ内にあるかどうかを検査される（ス テップ１１５）。もしなければ、エラーフラグがセットされ（ステップ１１７） 　、制御はオペレーティングシステムに復帰する。もし同一のカードがドライブ 内にあれば、ＦＡＴ全体およびディレクトリ全体がキャッシュにロードされるか を検査される（ステップ１１９および１２１）。もしそうでなければ、制御はオ ペレーティングシステムに復帰−され、ＦＡＴおよびディレクトリのさらなるロ ードを待機する。通常ディレクトリはキャッシュに３回連続して転送される。図 ５Ｂにおけるバイト０ないし１５から成る連続が第１回目に転送される。バイト ＯないしＩＣから成る連続が第２回目に転送される。本来の連続が。再度転送さ れることに注目されたい。最後はバイト０ないしＩＦか゛ら成る連続が転送され る。この点でディレクトリは完全にロードされる。ＦＡＴおよびディレクトリの 両方がキャッシュ内にロードされるとき、オペレーティングシステムのセクタ番 号（図６）はカードセクタ番号（図７）にマツプされ（ステップ１２３）、キャ ッシュの媒体ディレクトリ領域はキャッシュシステムのファイル割当構造内のＦ ＡＴ、ディレクトリおよび属性情報から構築される（ステップ１２５）。もしオ ペレーティングシステムコマンドがまだ完了していなければ、付加的なＦＡＴお よびディレクトリの更新がおそらく起こり、処理は書込処理の始めに戻る。ＦＡ Ｔおよびディレクトリの書込がオペレーティングシステムによってもはや要求さ れないとき、ファイルは閉鎖され、フラグがセットされ（ステップ１２７）　、 キャッシュ内のカードの指示が図１２に示されるようにカードに書込まれる（ス テップ１０５） 図１４を参照すると、オペレーティングシステムが、データファイルがカードに 書込まれることを要求するとき、フラグおよびレジスタが再度初期設定され（ス テップ１３１）、同一カードがドライブ内にあるかを検査する（ステップ１３３ ）。もしなければ、エラーフラグがセットされ（ステップ１３５）、制御はオペ レーティングシステムに戻る。もし同一カードがドライブ内にあれば、データは 転送アトルスからキャッシュへ転送される。オペレーティングシステムのセクタ 番号（図６）はカードセクタ番号（図７）ヘマップされ（ステップ１３７）　、 すでにカード上にあるデータとの比較が行なわれる（ステップ１３９）。もしそ のファイルが新しいファイルであれば、すへてのデータか新しいものであり、転 送が完了するまで集合によってカード集合へ書込まれる（ステップ１４１）。も しそのファイルが古ければ、データがその中で変化される集合はデータファイル にリンクされ（ステップ１４３）　、新しいポインタがファイルの未修正部分と 集合を接続するために作られる（ステップ１４５）。「古いＪデータへのポイン タは削除されるように表示される（ステップ１４３）。最終ステップは修正され たポインタおよびデータをカード集合へ集合によって書込むことである（ステッ プ１４１）。転送が完了するとき、状態フラグが転送された集合の数にセットさ れ（ステップ１４７）、制御はオペレーティングシステムに戻る。

図６ないし８を参照すると、ディレクトリエントリの属性Ｂは典型的に［リード オン１月に設定されていた。代替的に、媒体ディレクトリエントリのり−・ドオ ンリの制限が取除かれると、ファイルが最後にいつ更新されたかを示す方法があ る。図１５を参照すると、各カードディレクトリエントリはセクタ］５１ａＳｂ 、ｃ、・・・、Ｚ、および１５２に分割される。第１のセクタ１５１ａはオペレ ーティングシステムディレクトリエントリの３２バイトのコピーを含み、第２の セクタ１５１ｂはファイルが最初に書込まれたときに識別された１６の悪い集合 ロケーションまで、を含む。もし１６より多く悪い集合が存在していれば、他の セクタ１５１ｃなどが、いかなる領域に１６より多く悪い集合が存在していると きもその応用がカードの使用を制限しなければ使用されることができる。もしそ のファイルが消去されていれば、最終セクタ１５１Ｚの次がこの条件にフラグす る。もし更新されたファイルが作りだされれば、レーザカードのディレクトリエ ントリ内の最終セクタ１５２は更新されたファイルを含む対応するレーザカード ディレクトリエントリ１５３ａＳｂ、ｃ、・・・を指示する。

このスキームはデータファイル全体をファイルの更新毎に新しいロケーションに 再び書込む。

図１６に示される別のスキームはポインタでリンクされる各データファイルを有 するべきである。各データ集合１５５は２つのセクタ１５７および１５８を添付 される。これらのセクタの第１のもの１５７は集合１５５を次のデータ集合１５ ９にリンクする。これらのセクタの第２のものは、ポインタ１６１のように使用 され、次のデータ集合１６３が変化されていれば新しいデータ集合１６５を指示 する。

これらの多様なディレクトリエントリフォーマットのいずれも特定の応用に依存 して、ドライバに据えつけられるときにユーザによって構成されることができる 。もしカード毎に悪い集合が１６以下に制限されれば、カードディレクトリは４ セクタ長より長い必要はなく、それによってユーザは各カードトラックごとに１ つより多いカードディレクトリエントリを入力することができる（現在ｌトラッ ク＝５１２バイト−１６の３２バイトセクタ）。

ＦＩＧ、−５Ａ。

ＦＩＧ、１５゜ 国際調査報告 −１ａ＋ＩＩ仲・醪＾口が■ＣコＩ−一　にＬＡＪＳη／（１）羽４

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. １．キャッシュメモリを確立するステップを含み、前記キャッシュメモリは消去 可能な媒体に対応するフォーマットのシステムファイル割当構造を記憶し、前記 キャッシュメモリはライト・ワンス記憶媒体に対応するフォーマットの媒体ディ レクトリも記憶し、さらに、ファイルディレクトリを前記ライト・ワンス記憶媒 体から前記キャッシュメモリの前記媒体ディレクトリに読出すステップと、 前記キャッシュメモリ内のシステムファイル割当構造を前記媒体ディレクトリ内 の情報から構成し、かつ前記システムファイル割当構造のデータ集合と前記メデ ィアディレクトリ内のデータ集合との間にマッピングを確立するステップと、 コンピュータオペレーティングシステムコマンドを実行するステップとを含み、 前記オペレーティングシステムは前記キャッシュメモリのみを介して前記ライト ・ワンス媒体上のファイルをアクセスする、ライト・ワンス記憶媒体上の情報フ ァイルを転送するための方法。
2. ２．キャッシュメモリを確立するステップを含み、前記キャッシュメモリはシス テムファイル割当領域および媒体ディレクトリ領域を有し、さらに、 ファイルディレクトリをライト・ワンス媒体から前記キャッシュメモリの前記媒 体ディレクトリ領域に読出すステップと、 ファイル割当構造を前記キャッシュメモリの前記システムファイル割当領域内に 前記媒体ディレクトリ領城内に記憶される前記ファイルディレクトリから構築す るステップとを含み、前記ファイル割当構造は消去可能な媒体に対応するフォー マットを有し、 キャッシュメモリ内の前記ファイル割当構造をコンピュータシステムメモリアド レスへ転送するステップをさらに含む、ライト・ワンス媒体上に記憶される情報 ファイルをコンピュータメモリに入力する方法。
3. ３．前記ファイル割当構造内で識別されるデータファイルを要求するステップと 、 前記キャッシュメモリの前記ファイル割当領域内の前記データファイルのセクタ ロケーションを前記キャッシュメモリの前記媒体ディレクトリ領域内の対応する セクタロケーションにマッピングするステップと、対応するセクタロケーション の各々を前記ライト・ワンス媒体から前記コンピュータシステムメモリアドレス に読出すステップとをさらに含む、請求項２に記載の方法。
4. ４．前記媒体から読出される前記ファイルディレクトリは、消去可能な媒体に対 応するフォーマットの情報を含む第１の部分と、悪い集合番号の少なくとも１つ のリストを含む第２の部分とで構成され、前記ファイル割当構造の構築は前記第 １の部分を前記ファイル割当構造へコピーするステップと、前記第１の部分に示 される開始集合で開始し、前記第２の部分内のそのような番号の最終リストに示 される前記悪い集合番号をスキップしながら前記ポインタを増加させるポインタ 表を形成するステップとを含む、請求項２に記載の方法。
5. ５．前記媒体から読出される前記ファイルディレクトリは消去可能な媒体に対応 するフォーマットの情報を含み、開始集合番号を含む第１の部分と他のディレク トリエントリヘのポインタを含む第２の部分とで構成される、請求項２に記載の 方法。
6. ６．システムファイル割当領域および媒体ディレクトリ領域を有するキャッシュ メモリを確立するステップと、消去可能な媒体に対応するフォーマットを有する 完全なファイル割当構造を前記キャッシュメモリの前記システムファイル割当領 域へ転送するステップと、ファイルディレクトリを前記キャッシュ媒体の前記媒 体ディレクトリ領域の前記ファイル割当構造から構築するステップとを含み、前 記ファイルディレクトリはデータファイルに対応する少なくとも１つのディレク トリエントリを有し、各ディレクトリエントリはセクタを前記データファイルを 含むライト・ワンス媒体上にリンクすることができるポインタ情報を含み、 前記ファイルディレクトリを前記ライト・ワンス媒体に書込むステップをさらに 含む、コンピュータメモリ内の情報ファイルをライト・ワンス媒体へ出力する方 法。
7. ７．データファイルをコンピュータメモリから一時バッファへ転送するステップ と、 前記ファイル割当構造によって示される前記データファイルのセクタロケーショ ンを前記ファイルディレクトリによって示される前記媒体上の対応するセクタロ ケーションにマッピングするステップと、 新しいデータを含む前記データファイルのセクタを識別するステップと、 前記ライト・ワンス媒体上の前記セクタを古いものとして表示し、前記媒体上の 新しいセクタにポインタを書込むステップと、 新しいデータを含む前記データファイルのセクタを前記媒体上の前記新しいセク タに書込むステップとを含む、請求項６に記載の方法。
8. ８．システムファイル割当領域、媒体ディレクトリ領域およびデータファイル領 域を有するキャッシュメモリを確立するステップと、 各データファイルにデータファイルディレクトリ領域を与えるステップとを含み 、前記データファイルのディレクトリエントリは読出されるべき次のデータファ イルのためのディレクトリエントリを識別する第１のセクタと第２のセクタとを 含み、前記第２のセクタは、読出されるべき次のデータファイルが変化されてい なければ予め定められたディフォルトエントリを有し、もし読出されるべき次の データファイルが変化されていれば、第２のセクタは、第１のセクタに特定され るディレクトリエントリを無効にする次のデータファイルのためのディレクトリ エントリのための無効アドレスを代わりに含む方法であって、もし情報ファイル 転送要求がファイル割当テーブルまたはディレクトリを参照すれば、この方法は さらに、（Ｆ１）ファイルディレクトリをライト・ワンス媒体からキャッシュメ モリの媒体ディレクトリ領域に読出すステップと、 （Ｆ２）キャッシュメモリのシステムファイル割当領域内のファイル割当構造を ファイルディレクトリから構成するステップとを含み、そのファイル割当構造は 消去可能な媒体のためのファイル割当構造のフォーマットに対応するフォーマッ トを有し、 （Ｆ３）ファイル割当構造をオペレーティングシステムによって特定される連続 するコンピュータメモリアドレスへ転送するステップをさらに含み、 もし情報ファイル転送要求がデータファイルを参照すれば、この方法はさらに、 （Ｄ１）ファイル割当構造内に含まれるデータファイルディレクトリエントリに よって識別されるデータファイルを要求するステップと、 （Ｄ２）ファイル割当領域内に特定されるこのデータファイルのセクタロケーシ ョンを媒体ディレクトリ領域内の対応するセクタロケーションにマッピングする ステップと、（Ｄ３）媒体ディレクトリ領域内の各セクタロケーションに含まれ る情報をオペレーティングシステムによって特定される連続するコンピュータメ モリアドレスへ書込むステップと、 転送されるべき情報ファイル内の各データファイルのステップＤ１、Ｄ２および Ｄ３を反復するステップとを含む、１つまたはそれ以上のデータファイルを含み 、またはそれ以上のデータファイルを含み、データファイルディレクトリを有す るライト・ワンス媒体上に記憶される要求された情報ファイルをコンピュータメ モリに転送する方法。
9. ９．前記ファイルディレクトリは消去可能な媒体のために使用されるフォーマッ トに対応するフォーマットで提示されるファイルディレクトリ情報を含む第１の 部分と、その中にエラーを有するように決定されている転送されたデータファイ ルのエラーリストを含む第２の部分とを含み、前記ファイル割当構造を構成する ステップは、ファイルディレクトリの第１の部分を前記ファイル割当構造へコピ ーするステップと、 前記データファイルディレクトリエントリのテーブルを形成し、このテーブルを 介して端データファイルディレクトリエントリを連続的に移動し、エラーリスト 内のエントリの各々と比較するステップと、 前記情報ファイルを前記ライト・ワンス記憶媒体から前記コンピュータメモリへ 転送するために、エラーリストに含まれる各データファイルディレクトリエント リを無視または削除するステップとをさらに含む、請求項８に記載の方法。