JPH0477938A - データ記憶方法 - 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 この発明は、磁気ディスクや光磁気ディスクその他各種
のランダムアクセスが可能な記憶媒体に対して、データ
の書き込み、検索、読み出し、消去等の制御を行う情報
処理システムで使用するのに好適なデータ記憶方法に係
り、特に、いわゆるランダムアクセス・メモリのファイ
ル管理方法を改良して、ファイルの断片化を可能な限り
減少させることにより、迅速なり−ド／ライトが行える
ようにしたスペース・アロケーション管理によるデータ
記憶方法に関する。

丈米ム致匿 一般に、ランダムアクセス・メモリを使用する情報処理
システムでは、実際のファイルデータの記憶領域と、デ
ータの書き込み、検索、読み出し。

消去等の制御を行う管理情報を記憶する領域とを設けて
、ファイルデータを管理している。

従来、このランダムアクセス・メモリを使用するシステ
ムでは、ファイルの管理方式として、第１に、Ｆ　ＡＴ
　（Ｆａｉｌ　Ａｌｏｃａｔｉｏｎ　Ｔａｂｌｅ　）フ
ァイルシステム、第２に、ビットマツプ方式、の２つの
管理方法が用いられている。

まず、第１のファイル管理方法、すなわち、スペース・
アロケーションの管理をＦ　Ａ、　Ｔファイルシステム
で行う方式では、大容量の記憶媒体に対しては、ファイ
ルの断片化が発生しやすい。

例えば１画像データ等の大容量のデータを記憶装置に記
録する場合、画像データファイルの生成。

削除等によって、記憶媒体上で物理的に複数の領域に分
割されて記録されると、データの読み出し時に、記憶装
置のヘッドの移動量が大きくなり、アクセススピードが
低下する。

このような現象は、ファイルが物理的に分割されている
数が多くなればなる程、著しくなる。

特に、光磁気ディスクを記憶媒体とする画像ファイリン
グシステムにおいては、画像データの読み出しスピード
が最も重視される性能の−っであるから、記憶媒体上に
おけるファイルデータの物理的な領域の分割、すなわち
、ファイルの断片化（フラグメンテーション）が、でき
る限り発生しないように管理することが重要である。

ところが、一般に、従来のＯ８（オペレーション・シス
テム）のファイルシステムでは、このようなファイルの
断片化に対して、充分な考慮はされていない。

例えば、ＭＳ−ＤＯＳのファイルシステムでは、ＦＡＴ
ファイルシステムを採用しているが、この方式では、フ
ァイルの断片化は不可避である。

また、従来のＯ８（ＵＮＩＸ等）では、記憶媒体上にお
ける空き領域を管理する方式として、第２のビットマツ
プ方式が採用されている。

しかし、この方式でも、ビットマツプを有効に活用しな
いと、ファイルの断片化は避けられない。

例えば、記憶媒体上の空き領域を探す場合、ファイルシ
ステムは、まず、ビットマツプ領域をサーチすることに
なるが、このとき、ビットマツプ領域の先頭から順番に
空き領域を探し出して、その領域にファイルデータを割
り当てる方式では、基本的に、ＭＳ−ＤＯＳのＦＡＴフ
ァイルシステムと同じ結果になる。

なお、ビットマツプ領域は、ＦＡＴシステムと比較すれ
ば、記憶媒体上のブロックに対する管理領域（ビットマ
ツプやＦＡＴ）が小さいので、ビットマツプ領域をメモ
リ上（記憶媒体上）にロードし、ファイルのデータ量以
上の領域をビットマツプから探すことによって、ファイ
ルの断片化を減少させることは可能である。

しかしながら、このビットマツプ方式では、データをラ
イトする度ごとにビットマツプ領域をサーチしなければ
ならず、記憶媒体の容量が非常に大きい場合には、ビッ
トマツプがメモリ上に全てロードできない、というケー
スも、システムの構成方法によっては生じることがある
。

この場合には、ビットマツプのサーチスピードが低下す
るので、ファイルの書き込み性能も悪くなる。

以上に述べたように、従来のＯ８のＦＡＴファイルシス
テムや、ビットマツプ方式では、ファイルの断片化につ
いて格別の考慮はしていないので、ファイルの断片化を
避けることができず、特に光磁気ディスク等を記憶媒体
とする画像ファイリングシステムでは１画像データの読
み出しスピードが最も重視される性能の一つであるにも
かかわらず、高速なファイルアクセスが行えない、とい
う不都合があった。

が　　しようとする この発明では、従来のランダムアクセス・メモリのファ
イル管理方法におけるこのような不都合、すなわち、フ
ァイルの断片化により高速なファイルアクセスが行えな
い、という不都合を解決し、迅速なリード／ライトが行
えるようにしたスペース・アロケーション管理によるデ
ータ記憶方法を提供することを目的とする。

具体的にいえば、第１に、ファイルの断片化を減少させ
て、高速なファイルアクセスを可能にするために、記憶
媒体をマウント（セット）する際、ビットマツプから未
使用領域の記憶媒体上のアドレス、サイズ等の情報を生
成して未使用領域のリストを作成し、データライト時に
、未使用領域の最大サイズの領域から使用するようにし
たデータ記憶方法を提供することを目的とする。

第２に、同じくファイルの断片化を減少させて、高速な
ファイルアクセスを可能にするために、ファイルデータ
の削除に際して、データの削除を示す削除フラグを使用
し、ファイルデータの削除時には、この削除フラグのみ
を変更し、対応するビットマツプはクリアしないように
して、可能な限り断片化が生じないようにしたデータ記
憶方法を提供することを目的とする。

を　　するための手 この発明では、第１に、 磁気ディスクその他のランダムアクセスが可能な記憶媒
体に対して、データの書き込み、検索。

読み出し、消去等の制御を行う情報処理システムにおい
て、 前記記憶媒体上にデータをブロック化して記憶し、 前記ブロックの使用済み／未使用を示すためのビットマ
ツプを前記記憶媒体と同一の媒体上に設け、 マウント時に、前記ビットマツプから未使用領域の記憶
媒体上のアドレス、サイズ等の情報を生成して未使用領
域のリストを作成し、 データライト時に、前記未使用領域の最大サイズの領域
から使用するようにしている。

第２に、 上記の情報処理システムにおいて、 データを記憶する記憶媒体と同一の記憶媒体上に、ファ
イルのデータの削除を示す情報をフラグのオン／オフで
記録する削除フラグ記録領域を設け、 ファイルのデータを削除する際、該データに対応するビ
ットマツプをクリアする代りに、前記削除フラグをデー
タの削除を示す情報に変更し、その後の任意のタイミン
グで、前記削除フラグがデータ削除を示す情報によって
、該削除フラグに対応するビットマツプをクリアするこ
とにより、前記データが記憶されていた記憶媒体上の領
域の再使用を可能にしている。

第３に、 上記の情報処理システムにおいて、 データ削除を示す削除フラグに対応するビットマツプを
クリアするタイミングは、記憶媒体上のブロックが全て
使用済みとなった時点であるようにしている。

去−に粁 次に、この発明のデータ記憶方法について、図面を参照
しながら、その実施例を詳細に説明する。

第１図は、この発明のデータ記憶方法を実施する電子フ
ァイリング装置について、その要部構成の一実施例を示
す機能ブロック図である。図面において、１はＣＰＵユ
ニット、２はキーボード、３は画像処理ユニット、４は
ＣＲＴコントローラ、５はＣＲＴデイスプレィ、６は光
磁気ディスクドライブ、７は光磁気ディスク・インター
フェース部、８はスキャナユニット、９はスキャナ・イ
ンターフェース部、１０はシステムバスを示す。

この第１図に示したこの電子ファイリング装置について
、従来と共通する動作を説明する。

ＣＰＵユニット１は、このシステム全体の制御を司る機
能を有しており、マイクロプロセッサや、プログラム、
制御テーブル等を保持するメモリ等から構成されている
。なお、このＣＰＵユニット１が、後出の第８図と第９
図のフローに示す制御を行う。

キーボード２は、オペレータとこの第１図のシステムと
の対話のためのインターフェースを行う機能を有する入
力手段である。

画像処理ユニット３は、画像データの圧縮、伸長、転送
等の処理を行う機能を有している。

ＣＲＴコントローラ４は、ＣＲＴデイスプレィ５の画面
上に画像データを表示するための制御を司る。

光磁気ディスクドライブ６は、大容量の記憶媒体である
光磁気ディスクを備えており、光磁気ディスク・インタ
ーフェース部７によってインターフェースの制御が行わ
れる。

スキャナユニット８は、画像の読み取りを行う画像デー
タの入力手段で、スキャナ・インターフェース部９によ
ってインターフェースが制御される。

システムパス１０は、第１図の各部の間でのデータの授
受を行うバスである。

以上の動作は、従来の電子ファイリングシステム、すな
わち、磁気ディスクその他のランダムアクセスが可能な
記憶媒体に対して、データの書き込み、検索、読み出し
２消去等の制御を行う情報処理システム、と基本的に同
様である。

次に、この発明のデータ記憶方法におけるランダムアク
セスが可能な記憶媒体の領域分割について、図面を参照
しながら、詳しく説明する。

第２図は、この発明のデータ記憶方法において、光磁気
ディスクの領域分割の一実施例を説明する図である。図
面において、Ａはディレクトリ領域、Ｂはインデックス
領域、Ｃはビットマツプ領域。

Ｄはデータ領域を示す。

この第２図に示すように、光磁気ディスクの領域は、デ
ィレクトリ領域Ａ、インデックス領域Ｂ。

ビットマツプ領域Ｃ，データ領域りの各領域に分割され
ている。

そして、最下方に示すデータ領域りに、ファイルデータ
が記録される、 その上方のビットマツプ領域Ｃには、データ領域りの使
用状況を管理する情報が記録される。

また、その上方のインデックス領域Ｂには、ファイルの
データアロケーションを管理する情報が、さらに、最上
方のディレクトリ領域Ａには、ファイルを検索するため
の情報が、それぞれ記録される。

以上の領域分割は、従来と同様であるが、この発明のデ
ータ記憶方法では、以下のように構成する。

第３図は、第２図に示した光磁気ディスクのディレクト
リ領域Ａについて、その詳細な構成例を説明する図であ
る。図面における符号は第２図と同様であり、また、Ａ
１はディレクトリエントリを示す。

この第３図に示すように、ファイルを検索するための情
報が記録されるディレクトリ領域Ａは、ディレクトリエ
ントリＡ１によりブロック化されている。

そして、ディレクトリエントリＡ１は、ファイル１個に
対して、それぞれ１個が対応し、ファイル名、ファイル
が削除されているかどうかを示す削除フラグ、インデッ
クスエントリ番号、ファイルの大きさを示すファイルサ
イズ、の各情報から構成されている。

この第３図では、削除フラグ、すなわち、そのファイル
が削除されているかどうかを示すフラグを設けた点が一
つの特徴であり、ファイルデータの削除に際して、その
データに対応するビットマツプをクリアする代りに、こ
の削除フラグを例えば“１”にすることにより、データ
が削除されていることを示すようにしている。

したがって、削除フラグが“１”のときは、そのデータ
が無効、すなわち、削除されていることを意味し、′０
”のときは、そのデータブロックのデータが有効である
ことを意味する。

すなわち、削除フラグが１”のときは、そのフラグに対
応するデータブロックおよびビットマツプは、データが
記憶されている状態でも、ファイルとしては削除された
ことになる。

この削除フラグを使用する利点は、−旦そのデータブロ
ックにデータを記憶した場合、他に使用可能なブロック
があれば、そのブロックを優先的に使用し、ある任意の
時点で、削除フラグが“１”に対応するデータブロック
およびビットマツプを一度にクリアすることにより、そ
の都度クリアする方法に比べて、より大きな空き領域が
確保される可能性が大きい、ということである。

次の第４図は、第２図に示した光磁気ディスクのインデ
ックス領域Ｂについて、その詳細な構成例を説明する図
である。図面における符号は第２図と同様であり、また
、Ｂ１はインデックスエントリを示す。

この第４図に示すように、インデックス領域Ｂも、イン
デックスエントリＢ１によってブロック化されている。

そして、インデックスエントリＢ１は、１個のファイル
に対して、１個以上が割当てられ、同一ファイルで２個
以上のインデックスエントリＢ１を含むときは、エント
リリンクによって、別のインデックスエントリＢ１が指
示される。

各インデックスエントリＢ１には、８組のブロックアド
レス、ブロックサイズが存在し、対応ファイルのデータ
領域におけるデータ位置をそれぞれ示している。

第５図は、第２図に示した光磁気ディスクのビットマツ
プ領域Ｃとデータ領域りについて、その詳細な関係を説
明する図である。図面における符号は第２図と同様であ
り、また、Ｄｌはデータブロックを示し、斜線を付けた
ブロックはデータが記憶されている使用中のデータブロ
ックを示す。

この第５図から明らかなように、この発明のデータ記憶
方法では、データ領域りの各データブロックＤ１を、等
しいサイズでブロック化している。

そして、これらの各データブロックＤ１について、その
使用／未使用の状態が、ビットマツプ領域Ｃの情報によ
って管理される。

このビットマツプ領域Ｃの情報は、１ビツト構成の情報
であり、対応するデータブロックＤ１が使用状態のとき
“１”、未使用状態のとき“ＯＩｔとされる。

この第５図の実施例では、データブロックアドレス「１
」と「３」が、使用状態であるからビットマツプ領域Ｃ
の情報はパ１”、その他のアドレスは未使用状態である
から“０″、となっている。

この点は、従来のビットマツプと同様である。

この発明のデータ記憶方法では、以上の第２図に示した
各領域Ａ−Ｄを、それぞれ第３図から第５図に関連して
詳しく説明したように構成している。

次に、この発明のデータ記憶方法について、ファイルの
データの記録状態の具体例を説明する。

第６図は、第２図から第５図に示した各領域Ａ〜Ｄにお
いて、ファイルのデータの記録状態の一例を説明する図
である。図面における符号は、第２図から第５図と同様
である。

この第６図の実施例では、ファイルデータ領域・上で、
２個所に分けて記録されている場合を示している。

この第６図から明らかなように、ディレクトリエントリ
Ａ１からのインデックスエントリ番号８によってインデ
ックスエントリＢ１が指示され、このインデックスエン
トリＢ１からのポインタによって、データ領域りの各デ
ータブロックＤ１が指示されている。

そして、第３図に関連した説明したように、ディレクト
リ領域Ａに設けられたディレクトリエントリＡ１には、
ファイル名等やインデックスエントリ番号の情報が記憶
されている。

この第６図では、インデックスエントリ番号が「８」に
対応するインデックス領域Ｂの内容が示されている。

インデックス領域Ｂについては、第４図に関連した説明
したが、インデックスエントリＢ１が設けられており、
この第６図の実施例では、エントリリンクとして、ブロ
ックアドレスが「２」のすイズは「４」、ブロックアド
レスが「８」のサイズは「２」、の各情報が記憶されて
いる。

このエントリリンクが指示するブロックアドレスは、第
５図について述べたように、データ領域りにおいて、ブ
ロック化された各データブロックＤ１のアドレスである
。

したがって、この第６図の場合には、ブロックアドレス
は「２」と「８」であり、また、各データブロックのサ
イズは、それぞれ「４」と「２」となる。

次に、この発明のデータ記憶方法によるデータ領域り上
の空き領域（未使用領域）の管理方法について説明する
。

第７図は、この発明のデータ記憶方法において、データ
領域り上における空き領域を管理するために使用する空
き領域リストと空き領域リスト管理情報との関係を説明
する図である。図面における符号は第６図と同様であり
、また、Ｅは空き領域リスト、Ｆは空き領域リスト管理
情報を示す。

空き領域リストＥは、データ領域りの１つ以上の空き領
域のスタートブロックアドレスと、ブロックサイズ、の
りストによって構成されている。

この空き領域リストＥは、メモリ容量の関係から、空き
領域が多い場合には複数個が作成され、また、もつと空
き領域が多くなると、空き領域の大きい順に所定数の空
き領域のリストが作成される。

この第７図では、データ領域りのデータブロックＤ１で
、３つの空き領域が存在する場合を示しており、「空き
領域１」〜「空き領域３」となっている。

そして、「空き領域１」のスタートブロックアドレスは
「ｌ」、また、「空き領域２」のアドレスは「３」、さ
らに、「空き領域３」のアドレスは「１０」の場合であ
り、「空き領域１」〜「空き領域３」のサイズは、それ
ぞれｒ２」、ｒＣ＋　。

「３」となってい乞。

空き領域リストＥは、これらの空き領域について、ブロ
ックサイズが大きい順序にソートされて、第７図のよう
なリストが作成される。

他方、空き領域リスト管理情報Ｆは、先の空き領域リス
トＥに対応しているが、すでに述べたように、メモリ容
量の関係で複数個の空き領域リストＥが作成される場合
に備えて、■使用中の空き領域リスト番号、■使用中の
空き領域残ブロック数、■空き領域リスト管理情報Ｆが
全データ領域を反映しているかどうかを示すリストフラ
グ、■空き領域リストＥに含まれる全エントリ数を示す
空き領域リスト数、■現在使用中の空き領域リストＥの
エントリ数を示す空き領域使用リスト、の６個の項目か
ら構成されている。

ここで、■の使用中の空き領域リスト番号は、これから
データをライトしようとする場合に、どの空き領域リス
トを使用するか、を示す情報として用いられる。

また、■の使用中の空き領域残ブロック数は、データを
ライトする空き領域リストの未使用のブロック数を示す
情報である。

この第７図に示した空き領域リストＥと、空き領域リス
ト管理情報Ｆは、光磁気ディスク等の記憶媒体を第１図
の光磁気ディスクドライブ６にマウント（セット）する
度ごとに、ＣＰＵユニット１内のメモリ上に作成される
。

次に、この発明のデータ記憶方法について、フローチャ
ートを参照しながら、第７図に示した空き領域リストＥ
と空き領域リスト管理情報Ｆの作成の動作と、これらの
情報を使用して行うデータの記憶動作を説明する。

まず、光磁気ディスクマウント時に行う動作、すなわち
、空き領域リストＥと空き領域リスト管理情報Ｆの作成
の動作について述べる。

第８図は、この発明のデータ記憶方法において、マウン
ト時の処理の流れを示すフローチャートである。図面に
おいて、＃１〜＃２はステップを示す。

この第８図のフローは、先の第７図に示した空き領域リ
ストＥと空き領域リスト管理情報Ｆが。

光磁気ディスクを第１図の光磁気ディスクドライブ６に
マウントされたとき、第２図や第５図に関連して説明し
たビットマツプ領域Ｃの情報によつて作成される手順を
示している。

すなわち、マウント後、ステップ＃１で、ＣＰＵユニッ
ト１の制御プログラムは、光磁気ディスクのビットマツ
プ領域Ｃの情報を読み込む。

次のステップ＃２で、読み込んだ情報に基いて、空き領
域リストＥと空き領域リスト管理情報Ｆとを作成する。

空き領域リストＥのエントリ数には制限があるので、大
きな空き領域の順序にエントリが使用され、エントリが
不足するときは、それ以後の空き領域リストは作成され
ないが、この点についてはすでに述べた。

この場合には、先の第７図に示した空き領域リスト管理
情報Ｆにおいて、その■のリストフラグが例えば“１″
　（オン）であれば、空き領域リスト管理情報Ｆが全デ
ータ領域の空き領域を反映している（他に空き領域が存
在していない）ことを示しているので、このフラグをチ
エツクすることで、空き領域リストＥに記憶された領域
の他に空き領域が存在しているかどうかを知ることがで
きる。

第９図は、この発明のデータ記憶方法において、ファイ
ルデータのライト時における主要な処理の流れを示すフ
ローチャートである。図面において、＃１１〜＃１７は
ステップを示す。

この第９図のフローは、先の第７図に示した空き領域リ
ストＥと空き領域リスト管理情報Ｆとを使用して、ファ
イルデータをライトする場合の手順を示しており、大き
な空き領域から順番にデータが記録される。

ステップ＃１１で、使用中の空き領域残ブロック数（第
７図の管理情報Ｆの■）とライトデータサイズとを比較
して、使用中の空き領域残ブロック数の方が大きいかど
うか判断する。この空き領域残ブロック数は、現在使用
中の空き領域リストの未使用のブロック数を示す情報で
あり、この比較処理によって、これからライトしようと
しているデータの領域が、充分であるかどうかが分る。

このステップ＃１１で判断した結果、使用中の空き領域
残ブロック数の方が大きいときは、ステップ＃１２へ進
み、使用中の空き領域リストのデータブロックにデータ
をライトする。

決のステップ＃１３で、ビットマツプを更新して、この
第９図のフローを終了する。

これに対して、先のステップ＃１１で判断した結果、使
用中の空き領域残ブロック数の方が小さいときは、ステ
ップ＃１４へ進み、使用中の空き領域リスト（第７図の
管理情報Ｆの■）が最終であるかどうか判断し、もし、
最終でなければ、ステップ＃１５へ進む。

ステップ＃１５で、使用中の空き領域にデータの一部を
書き込み、空き領域リスト管理情報Ｆを更新して、再び
先のステップ＃１１へ戻り、以下同様の処理を繰り返え
す。

また、ステップ＃１４で判断した結果、使用中の空き領
域リストが最終のときは、ステップ＃１６へ進み、リス
トフラグ（第７図の管理情報Ｆの■）がオンであるかど
うか判断する。この判断は、空き領域リストが複数個あ
る場合には、他の空き領域リストを使用して、データを
ライトするデータブロックを探し出すために行われる。

もし、オンでなければ、次のステップ＃１７で。

ビットマツプから新空き領域リストを作成して、再び先
のステップ＃１１へ戻る。

なお、先のステップ＃１６において、リストフラグがオ
ンであるときは、データオーバーによるエラーとなり、
この第９図のフローを終了する。

以上のステップ＃ｌｌ〜＃１７の処理によって、大きな
空き領域から順番に、ファイルデータの記録を行うこと
ができる。

この発明のデータ記憶方法では、先の第８図のフローに
関連して説明したように、記憶媒体をマウント（セット
）する際に、データブロックの使用済み／未使用を示す
ためのビットマツプから未使用領域の記憶媒体上のアド
レス、サイズ等の情報を生成して未使用領域のリストを
作成し、第９図のフローに示したように、データのライ
ト時に、未使用領域の最大サイズの領域から使用するよ
うにして、できる限りファイルの断片化が発生しないよ
うにしている。

また、ファイルデータの削除の度ごとに、対応するビッ
トマツプをクリアして、その次のデータのライトを可能
にすると、ファイルの断片化が発生する一因となるので
、削除フラグを使用して、ビットマツプをクリアする代
りに、削除フラグを立てることで対応している。

そして、データブロックの未使用領域がなくなるか、は
とんどなくなるまで、データのライトを禁止することに
より、データブロックの大きなサイズの領域が確保でき
るようにしている。

又里立麦果 この発明のデータ記憶方法によれば、ディスク上の空き
領域（未使用領域）のリスト情報をディスクマウント時
に作成することにより、大きな空き領域から順番にファ
イルデータをライトするように制御できるので、ファイ
ルの断片化が発生される可能性が著しく減少され、高速
なファイルリード性能が実現される（特許請求の範囲第
１項の発明に対応する効果）。

さらに、マウント時に空き領域のリスト情報を作成する
ので、従来のように、ファイルライト等にビットマツプ
をサーチして、大きな空き領域を探索する処理が不要に
なるので、ファイルライトの性能も著しく向上される（
特許請求の範囲第１項の発明に対応する効果）。

しかも、ファイル（データ）の削除時には、実際にファ
イルのアロケーション情報（ビットマツプ）を消去せず
に、単にフラグのオン／オフの処理によって対応し、そ
の後、データ領域が全て使用済みになったとき等に、削
除フラグの付いたファイルのアロケーション情報を消去
すると共に、空き領域のリスト情報を作成すれば、空き
領域のサイズを大きく設定する可能性を高めることがで
きる。

その結果、ファイルの断片化が減少され、高速なファイ
ルアクセスが可能となる（特許請求の範囲第２項と第３
項の発明に対応する効果）、等の多くの優れた効果が得
られる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、この発明のデータ記憶方法を実施する電子フ
ァイリング装置について、その要部構成の一実施例を示
す機能ブロック図、 第２図は、この発明のデータ記憶方法において、光磁気
ディスクの領域分割の一実施例を説明する図、 第３図は、第２図に示した光磁気ディスクのディレクト
リ領域Ａについて、その詳細な構成例を説明する図、 第４図は、第２図に示した光磁気ディスクのインデック
ス領域Ｂについて、その詳細な構成例を説明する図、 第５図は、第２図に示した光磁気ディスクのビットマツ
プ領域Ｃとデータ領域りについて、その詳細な関係を説
明する図、 第６図は、第２図から第５図に示した各領域Ａ〜Ｄにお
いて、ファイルのデータの記録状態の一例を説明する図
、 第７図は、この発明のデータ記憶方法において、データ
領域り上における空き領域を管理するために使用する空
き領域リストと空き領域リスト管理情報との関係を説明
する図、 第８図は、この発明のデータ記憶方法において、マウン
ト時の処理の流れを示すフローチャート、第９図は、こ
の発明のデータ記憶方法において、ファイルデータのラ
イト時における主要な処理の流れを示すフローチャート
。 図面において、１はＣＰＵユニット、２はキーボード、
３は画像処理ユニット、４はＣＲＴコントローラ、５は
ＣＲＴデイスプレィ、６は光磁気ディスクドライブ、７
は光磁気ディスク・インターフェース部、８はスキャナ
ユニット、９はスキャナ・インターフェース部。 身 図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、磁気ディスクその他のランダムアクセスが可能な記
   憶媒体に対して、データの書き込み、検索、読み出し、
   消去等の制御を行う情報処理システムにおいて、 前記記憶媒体上にデータをブロック化して記憶し、 前記ブロックの使用済み／未使用を示すためのビットマ
   ップを前記記憶媒体と同一の媒体上に設け、 マウント時に、前記ビットマップから未使用領域の記憶
   媒体上のアドレス、サイズ等の情報を生成して未使用領
   域のリストを作成し、データライト時に、前記未使用領
   域の最大 サイズの領域から使用することを特徴とするデータ記憶
   方法。 ２、上記特許請求の範囲第１項記載の情報処理システム
   において、 データを記憶する記憶媒体と同一の記憶媒体上に、ファ
   イルのデータの削除を示す情報をフラグのオン／オフで
   記録する削除フラグ記録領域を設け、 ファイルのデータを削除する際、該データに対応するビ
   ットマップをクリアする代りに、前記削除フラグをデー
   タの削除を示す情報に変更し、 その後の任意のタイミングで、前記削除フラグがデータ
   削除を示す情報によつて、該削除フラグに対応するビッ
   トマップをクリアすることにより、前記データが記憶さ
   れていた記憶媒体上の領域の再使用を可能にすることを
   特徴とするデータ記憶方法。 ３、上記特許請求の範囲第２項記載の情報処理システム
   において、 データ削除を示す削除フラグに対応するビットマップを
   クリアするタイミングは、記憶媒体上のブロックが全て
   使用済みとなつた時点であることを特徴とするデータ記
   憶方法。