JPH0619761A

JPH0619761A - ファイル管理方式

Info

Publication number: JPH0619761A
Application number: JP4177298A
Authority: JP
Inventors: Tamotsu Inoue; 保井上; Kazuyoshi Kato; 和好加藤
Original assignee: Fujitsu Ltd; Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Fujitsu Ltd; Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1992-07-06
Filing date: 1992-07-06
Publication date: 1994-01-28

Abstract

(57)【要約】【目的】本発明の目的は、異常発生時にファイルの管理
情報をリカバーできるようにすることである。【構成】ブロック管理情報は、ファイルが格納されるデ
ータ部のファイルブロックに１対１で対応する数のブロ
ックで構成されており、各ブロックはファイルの識別情
報を記憶する使用ファイル識別名記憶領域Ｂ１と、ブロ
ックのリンク先を示す次アドレス情報を記憶する次アド
レス表示領域Ｂ２とからなっている。ディレクトリは、
ブロック管理情報内のファイル毎の先頭ブロックアドレ
スを記憶するHEADと、同じファイル識別情報を有するブ
ロックの数及びファイル毎の最終アドレス等を記憶する
TAILとからなる。また、ブロック管理情報の空きエリア
の先頭ブロックアドレスを記憶する最若番空きエリア管
理情報が設けられている。例えば、各ブロックをリンク
させるリンク情報が失われた場合でも、同じファイル識
別情報を持つブロックを昇順にリンクさせることでブロ
ック管理情報を再生することができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、磁気記憶装置、光ディ
スク装置等におけるファイル管理方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】磁気記憶装置、光ディスク装置などの記
憶装置におけるファイル管理方式としては、連続的ファ
イルブロック方式、ブロックリンク方式、ファイルマッ
プ方式、索引ブロック方式等が知られている。

【０００３】図１４及び図１５は、上記のファイル管理
方式の比較表である。図１４に示す連続的ファイルブロ
ック方式（方式１）は、データを記憶するファイルブロ
ックを連続したエリアに配置するものであり、最後のフ
ァイルブロックにはそのファイルブロックが最後のブロ
ックであることを示す情報が格納される。

【０００４】この方式はファイル管理が簡単で、ファイ
ルブロックを連続してアクセスできるので高速のファイ
ルアクセスが可能となるという利点がある。この方式で
ファイルを削除した場合には、１つのファイルに割り当
てられている連続するエリアが全て空きエリアとなる
が、次に格納しようとするファイルがその空きエリアに
入る大きさのファイルでなければ、その空きエリアに格
納できないので、予めファイルの大きさが分かっていな
ければならないという欠点がある。また、ファイルの削
除などにより小さな空き領域が多数生成されてしまうこ
とがあり、この場合それらの空き領域を連続した空き領
域とする為にデータの移動（ギャザリング）を行う必要
があり、その間ファイルをアクセスできなくなるという
欠点がある。

【０００５】方式２のブロックリンク方式は、同じファ
イルのファイルブロックがランダンムに配置されている
ものであり、各ブロック内に次のブロックの格納アドレ
スを示すリンク情報が記憶されており、そのリンク情報
によりシーケンシャルにファイルをアクセスすることが
できるようになっている。この方式では、ファイルの削
除などにより生じる空き領域は空き管理ディレクトリ
（ＤＩＲ）に登録するだけでよいので、空き領域の管理
が簡単である。

【０００６】他方、各ブロックのリンク情報を読み込ま
ないと次のブロックをアクセスできないので、アクセス
が低速であるという欠点がある。また、リンク情報を付
加する為にファイルブロックの大きさが通常のブロック
より大きくなり、ファイルブロックのアドレスを論理ブ
ロックアドレス（ＬＢＡ）の整数倍で管理することがで
きなくなるという欠点がある。

【０００７】さらに、使用中の領域を管理する作成中管
理ディレクトリ（ＤＩＲ）と空き領域を管理する空き管
理ディレクトリとの２つの管理情報を設けなければなら
ないので、管理が複雑になることと、ディレクトリにエ
ラーが発生した場合、２つのディレクトリの何れが正し
いかが分からなくなるという欠点がある。

【０００８】図１５の方式３のファイルマップ方式は、
ファイルブロックに１対１で対応するファイルマップに
よりファイルブロックを管理する方式であり、１つのフ
ァイルマップで空き塞がりの管理が同時に行えるという
利点がある。また、ファイルを削除する場合には、ファ
イルマップの該当するエリアを空きに変更するだけでよ
く、特殊な操作が不要であるという利点がある。

【０００９】方式４の牽引ブロック方式は、各ファイル
のリンクポインタを記憶する牽引ブロックとその牽引ブ
ロックの該当するファイルの先頭アドレスを記憶するデ
ィレクトリとからなっている。

【００１０】この方式は、同じファイルの牽引ブロック
が連続しているのでファイルアクセスが比較的高速であ
るという利点がある。しかしながら、この方式でも空き
領域を管理する空き管理ディレクトリと使用中の領域を
管理する作成中管理ディレクトリとの２つの管理情報が
必要であり、管理が複雑になることと、ディレクトリに
エラーが発生した場合に、何れのディレクトリが正しい
かが分からなくなるという欠点がある。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来のファイ
ル管理方式の中で、連続的ファイルブロック方式は、格
納エリアが連続しているのでディレクトリにエラーが発
生しても比較的容易にリカバーできるが、連続したエリ
アにファイルを格納している為に空きエリアを簡単に再
利用できないという問題点があった。

【００１２】他方、ブロックリンク方式、ファイルマッ
プ方式等などでは、ファイルブロックが連続して配置さ
れていないので、空き管理ディレクトリ等により空きエ
リアを簡単に再利用することが可能であるが、ファイル
管理情報に異常が発生してファイルブロックを結びつけ
るリンク情報が失われると、元の管理情報をリカバーす
ることが困難であるという問題点があった。

【００１３】さらに、空きエリアを探す場合には、ファ
イルマップ、あるいは空き管理ディレクトリ等を順に検
索して空きエリアを見つけ出す必要があり、ファイルの
書き込みが高速に行えないという問題点があった。

【００１４】また、使用中のファイルを管理するディレ
クトリと空き管理ディレクトリとの２種類の管理情報が
存在する為に、管理情報に異常が発生したときに、管理
情報間の矛盾を解決する手段が無かった。

【００１５】本発明の目的は、異常発生時にファイルの
管理情報をリカバーできるるようにすることである。ま
た、他の目的は空きエリアを高速でサーチできるように
することである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理を示
すブロック図である。記録媒体上の使用済エリアと空き
エリアとを管理するブロック管理情報を有するファイル
管理方式において、第１の発明では、ブロック管理情報
に記録媒体に格納するファイルを識別する識別情報とブ
ロックのリンク先を示す次アドレス情報とを記憶させ
る。

【００１７】第２の発明では、上記ブロック管理情報に
加え、ディレクトリ情報にブロック管理情報内の同じ識
別情報を有するブロックの先頭ブロックを指定する先頭
ブロック情報と、同じ識別情報を有するブロックの個数
を記憶させる。

【００１８】第３の発明では、上記ブロック管理情報、
ディレクトリ情報に加え、ブロック管理情報内の空きブ
ロックの最若番アドレス情報を管理する最若番空きエリ
ア管理情報を設ける。

【００１９】

【作用】第１の発明では、ブロック管理情報内の同じフ
ァイルのブロックを識別できるようにしたので、例えば
次アドレス情報が失われてブロックのリンク先が分から
なくなったときにも、識別情報から同じファイルのブロ
ックのリンクを再生でき、異常発生時にブロック管理情
報の再生が可能となる。

【００２０】第２の発明では、ディレクトリ情報から同
じ識別情報を有するブロックの中の先頭ブロックとブロ
ックの数が分かるので、例えばブロックを昇順にリンク
させておけば、先頭ブロックより前にあるブロックが同
じ識別情報を持つことはないのでそのブロックをエラー
と判定でき、またブロックが失われたときには、ディレ
クトリ情報のブロック数に関する情報から、そのブロッ
ク数分のブロックを再生できる。

【００２１】すなわち、識別情報、次アドレス情報、あ
るいはディレクトリ情報等の管理情報の相互矛盾を検出
することで、ブロック管理情報の異常を検出し、それら
の情報によりエラーをリカバーすることができる。

【００２２】第３の発明では、空きブロックの最若番エ
リアを管理する情報を設けたので、ファイルを作成する
場合にブロック管理情報を順にサーチしなくとも直接空
きエリアを探すことができ、ファイルの書き込みを高速
化できる。

【００２３】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を参照しながら
説明する。この実施例は、本発明のファイル管理方式を
ファイルマップ方式に適用した例である。

【００２４】図２は、本発明の一実施例のファイル管理
方式に基づくファイル管理情報の構成図である。ファイ
ル管理情報は、ディレクトリ、ブロック管理情報等で構
成され、ディレクトリはHEADとTAILとからなり、HEADに
はファイル毎のブロック管理情報の先頭ブロックアドレ
スが記憶され、TAILには同じファイル識別情報を有する
ブロックの数とファイル毎の最終ブロックアドレス等が
記憶されている。

【００２５】ブロック管理情報は、ファイルが格納され
るデータ部のファイルブロックに１対１で対応する数の
ブロックで構成されており、ブロック管理情報の各ブロ
ックにはファイル識別情報（ファイルNo、ディレクトリ
Noなど）を記憶する使用ファイル識別名記憶領域Ｂ１
と、ブロックのリンク先を示す次アドレス情報を記憶す
る次アドレス表示領域Ｂ２とからなっている。

【００２６】ブロック管理情報内のブロックに対応する
データ部のファイルブロックが使用されていないときに
は、そのブロックのファイル識別情報、次アドレス情報
として「０」が書き込まれたままとなり、対応するファ
イルブロックが使用されているときには、該当するブロ
ックにファイルNo（例えば、α）とリンク先のアドレス
とが記憶される。

【００２７】なお、データの書き込みが行われた最後の
ブロックには次アドレスとして「ＦＦ」が書き込まれ、
そのブロックが最終ブロックであることが明示される。
この他に、ファイルの削除などにより生じる空きエリア
の先頭アドレスを記憶しておく最若番空きエリア管理情
報が設けられており、この情報からファイルを作成又は
追加する場合に、空きエリアの先頭アドレスをダイレク
トに探すことができる。

【００２８】なお、この実施例では、ファイルは昇順
（アドレスが大きくなる方向）にリンクされているの
で、ファイルを読み出す場合、ブロック管理情報を順に
読み出すことで同じファイルNoの次のアドレスを探すこ
とができ、ファイルの読み出しを高速化できる。

【００２９】また、ブロック管理情報に次アドレスと共
にファイルNoを記憶しておくことで、例えばブロック管
理情報の次アドレス情報が失われブロックのリンクが壊
れたときにも、同じファイルNoを持つ情報を探して、フ
ァイルNoが同じ情報を昇順にリンクさせることでブロッ
ク管理情報を復元させることができる。

【００３０】なお、図２では、ディレクトリで指示され
る先頭ブロックより前のアドレスに同じファイルNoαを
持つブロックが存在しているが、この実施例ではブロッ
クが昇順にリンクされていることから、そのブロックが
誤ったブロックであると判断できる。

【００３１】次に、ファイル管理情報の具体的構成の一
例を説明する。図３は、ファイル管理情報の全体構成を
示す図である。ファイル管理情報は、図３に示すように
ディレクトリ共通項目とディレクトリ個別項目とを１組
とする複数のエリアからなるディレクトリエリアと、ブ
ロック管理情報等を記憶する拡張エリアと、それらの管
理情報を記憶するファイル構成管理エリアとで構成され
ている。

【００３２】次に、ファイル構成管理情報の構成を図４
を参照して説明する。ファイル構成管理情報は全体で32
ワード（１Ｗ：32ビット）で構成されており、ファイル
が格納されるデータ部のエリアサイズをＬＢＡ数にて記
憶する４バイトのエリアサイズ情報(AREASZ)と、ファイ
ルを作成して使用されたＬＢＡ数を減算したデータ部の
残りのＬＢＡ数を管理する４バイトの未使用エリアサイ
ズ情報(UNUSEASZ)と、ファイル管理情報の正副状態を管
理する４バイトのファイル管理情報状態管理情報(FATSS
TN) と、拡張エリアの使用サイズをワード数単位で管理
する４バイトの拡張エリアサイズ情報(EXASZ) と、次に
作成するファイルの先頭ブロック番号を管理する４バイ
トの空きブロックポインタ(UNBLKPTR)と、ディレクトリ
の空塞管理を行う４バイトのディレクトリマップ(DIR-M
AP_X) と、拡張エリア情報の種別を管理する１バイトの
拡張エリア情報種別情報(EXAIID)とファイル管理情報の
先頭アドレスを「０」としたときの拡張エリア情報の相
対ワード位置を示す３バイトの拡張エリア情報ポインタ
(EXAIPTR) とからなる。

【００３３】なお、データ部のサイズをＬＢＡ数にて管
理するエリアサイズ情報の初期値及び未使用エリアサイ
ズ情報の初期値は、ＯＣの初期設定時に設定され、以後
ファイル作成により使用されるＬＢＡ数を順次減算して
得られるデータ部の残りＬＢＡ数が未使用エリアサイズ
として管理される。

【００３４】この実施例では、ファイル管理情報は正副
２つ設けられており、ファイル管理情報のバックアップ
情報が常に保存されるようになっている。ファイル管理
情報状態管理情報FATSSTN は、この正副２つのファイル
管理情報の何れかを指定する情報である。

【００３５】また、ディレクトリマップDIR-MAP _xは、
DIR-MAP0〜DIR-MAP3の4 枚のマップで構成されている。
図５は、ディレクトリマップの初期値を示す図である。
MAP-0 〜MAP-3 の中でMAP-0 のディレクトリDIR-No0 は
ファイル管理情報の格納エリアとして使用されているの
で、MAP-0 の０ビット目に「１」が書き込まれ使用不可
となっている。

【００３６】次に図６は、ディレクトリ共通項目の構成
図である。ディレクトリ共通項目は、全ファイルに対し
て共通に管理する項目を規定しており、全体は11ワード
で構成され、ファイル名(FILE)、ファイル版数(FIED)、
開始論理ブロックアドレス(S-LBA) 、終了論理ブロック
アドレス(E-LBA) 、開始リングブロックアドレス(S-BL
K) 、終了リングブロックアドレス(E-BLK) 、ユニット
番号(U-No)、ユニット名(U-NAME)、使用エリアサイズ(U
SEASZ)、ファイル種別(FIID)、ファイル作成年月日、フ
ァイル作成時分の各情報で構成されている。

【００３７】なお、使用エリアサイズ USEASZ は、1 つ
のディレクトリで使用されているＬＢＡ数を管理する情
報であり、1 ブロック＝16ＬＢＡであることから使用エ
リアサイズを16で割ることで同じディレクトリNoを有す
るブロックの数を求めることができる。このブロック数
とディレクトリNoとにより、ブロック管理情報にエラー
が発生し、誤ったブロックが生成されたとき、あるいは
ブロックが喪失したときにも元のブロック管理情報を再
生することが可能となる。

【００３８】次に、上記のファイル管理情報を前提とし
てファイル書き込み時の動作を図７〜図９の説明図を参
照して説明する。装置が起動されたなら、プロセッサ
（ＣＣ）は、装置の状態チェック、フォーマットチェッ
クを行う（図７、Ｓ１）。次に、光ディスク装置ＯＤ
（optical disk) に記憶されているシステム及び一般フ
ァイル管理情報の中のファイル構成管理情報をリードす
る（Ｓ２）（図７、図８参照）。

【００３９】そして、ディレクトリマップDIR-MAP を検
索して空きディレクトリを探す（Ｓ３）。空きディレク
トリが存在したなら図８のファイル構成管理情報の中の
空きプロックポインタUNBLKPRTから空きブロックの最若
番( この場合ブロック番号２、図８参照）を求め、その
ブロック番号に対応する光ディスク装置ＯＤのデータ部
へファイルを書き込む（Ｓ５）。

【００４０】なお、このときブロック管理情報のブロッ
ク番号２のディレクトリNo、次ブロックNo（次アドレス
情報）は共に「０」となっているので、今回ファイルを
書き込んだディレクトリNo( 例えばα) と、次アドレス
情報として最終ブロックであることを示すデータ「Ｆ
Ｆ」を書き込む。

【００４１】１ブロック分のデータの書き込みが終了し
てまだ書き込むべきデータが残っているときには、ステ
ップＳ４に戻り上述した処理を繰り返す。図９は、空き
ブロックポインタUNBLKPRTで指定される空きブロックNo
２以降の空きブロックを順次検索して、それらのブロッ
クに順次ファイルを書き込んでいったときのブロックリ
ンクの構成を示している。

【００４２】図９に示すように１回目のブロックNo２に
対応するデータ部への書き込みが終了し、次の空きブロ
ックがブロックNo５であることが検索されると、そのブ
ロックに対応するデータ部への書き込みが開始され、ブ
ロックNo２の次アドレス情報としてブロックNo５が書き
込まれる。

【００４３】以下、同様に順次、次の空きブロックのブ
ロックNoが前回使用したブロックの次アドレス情報とし
て書き込まれる。そして、No2Bのブロックでファイルの
書き込みが終了したなら、そのブロックの次アドレス情
報を「ＦＦ」、すなわちそのブロックが最終ブロックで
あることを明示して、次のステップＳ６でファイル管理
情報の編集を行う。

【００４４】このファイル管理情報の編集処理では、今
回使用したブロックの先頭ブロックNo( この場合、No2)
をディレクトリ共通項目の開始リンクブロック番号S-BL
K に設定し( 図８、図９）、最終ブロックNo( この場
合、No2B) を最終リンクブロック番号E-BLK に設定する
( 図８、図９）。さらに、最終ブロック以降の最初の
空きブロックのブロックNo（この場合、No2C）をファイ
ル構成管理情報の空きブロックポインタUNBLKPRTに設定
する（図８、図９）。

【００４５】ファイル管理情報の編集が終了したなら、
編集したファイル情報を光ディスク装置ＯＤにある正副
２つのファイル管理情報の一方（０面:SIYSFMI.I0)に書
き込み（Ｓ７）、さらに他方（１面：SYSFMI.I1)にその
情報をコピーする( Ｓ８）。

【００４６】以上の処理により、図９に示すブロック管
理情報の各ブロックにはディレクトリNoと、リンク先を
示す次のブロックNoが記憶されるので、ブロック管理情
報にエラーが発生してリンク情報が失われても、各ブロ
ックが昇順にリンクされていることから同じディレクト
リNoのブロックを順にリンクさせることでリンク情報、
すなわちブロック管理情報を再生することができる。

【００４７】また、ブロックが失われたときにも、ディ
レクトリ共通項目の使用エリアサイズから該当するディ
レクトリNoのブロック数を求め、そのブロック数と一致
するようにブロック情報を再生することができる。

【００４８】次に、一般ファイルを作成する場合の具体
的処理内容を図１０〜図１３を参照して説明する。前提
条件として光ディスク装置ＯＤには作成済ファイルは存
在しないものとし、FMダンプアドレスを０番地、ダンプ
サイズを10000 (WH)とする。

【００４９】先ず、光ディスク装置ＯＤからファイル管
理情報を読み込む（Ｓ１１）。読み取ったファイル管理
情報のフォーマットを確認し（Ｓ１２）、そのフォーマ
ットが所定のファーマット、ＦＯＲＭＩＤ−０か否かを
判別し（Ｓ１３）、フォーマットが正しくなければコマ
ンドＥＥＲを通知する（Ｓ１４）。

【００５０】ステップＳ１４の判別でフォーマットが正
しければ、次に「ＳＥＦＮ＋ＲＥＤ・ファイル名＝“Ｇ
ＥＮＦＬＭＩ０”」を入力し一般ファイル管理情報を読
み込む（Ｓ１５）。

【００５１】そして、空いているディレクトリ番号をハ
ントする（Ｓ１６）。この場合、作成済ファイルが存在
しないので、図１０の一般ファイル管理情報に示すよう
にディレクトリマップは、DIR-MAP0のディレクトリNo０
だけが使用済で、他のディレクトリは空いているので、
ファイルを格納するエリアとしてディレクトリNo１をハ
ントする。

【００５２】次に、ディレクトリNo１のブロック管理情
報の空きブロックにファイル識別情報としてディレクト
リNo１を設定する（図１１、Ｓ１７）。この場合、ファ
イル管理情報の空きブロックポインタUNBLKPTRの指すブ
ロック番号が「１」であることから、ブロック管理情報
のブロック番号１の使用ファイル識別名記憶領域Ｂ１に
DIR-No1 を設定し、次アドレス表示領域Ｂ２に「ＦＦ」
を設定する。

【００５３】そして、そのブロック番号をファイルを格
納するデータの実アドレスに変換（ＬＢＡ変換）する
（Ｓ１８）。さらに、「ＳＥＬＢ＋ＷＲＴ」というコマ
ンドを入力して１ブロック分、すなわち16LBA 分のデー
タを光ディスク装置ＯＤ内のＯＣ（optical cartridge)
の該当するディレクトリに格納する（Ｓ１９）。

【００５４】これにより１ブロック分、すなわち４ＫＷ
分のデータの格納が終了したので、ブロック管理情報か
ら次の空きブロックを探し（Ｓ２０）、その空きブロッ
クにディレクトリNoを設定し、さらに前のブロックの次
アドレス情報に次の空きブロックのブロック番号を設定
する（Ｓ２１）。

【００５５】この例では、ブロック番号１のブロックが
１回目のデータの書き込みに使用され、ブロック番号２
のブロックが２回目のデータの書き込みに使用されてい
るので、ブロック管理情報（図１１参照）のブロック番
号１の次アドレス情報としてブロック番号２が設定され
る。

【００５６】さらに、そのブロック番号をデータ部の実
アドレスに変換し（Ｓ２２）、16ＬBA分のデータをＯＣ
に格納する（Ｓ２３）。これにより２回目分の４ＫＷの
データの書き込みが終了したので、以下同様に３回目・
・・１５回目、１６回目分のデータの書き込みを行う
（図１１、Ｓ２４〜Ｓ２７、図１２、Ｓ２８〜Ｓ３
５）。

【００５７】１６回目分のデータの書き込みが終了した
時点では、ブロック管理情報は、図１２に示すようにブ
ロック番号10（Ｈ：16進数）ＮＯブロックまで使用さ
れ、そのブロックの次アドレス情報として、そのブロッ
クが最終ブロックであることを示すデータ「ＦＦ」が書
き込まれている。

【００５８】１６ブロック目でデータの書き込みが終了
した場合には、次に図１２のステップＳ３６で一般ファ
イル管理情報を編集する。図１２では、ファイル管理情
報の未使用エリアサイズを初期値の2B000(H)から2BCA0
(H)に、空きブロックポインタUNBLKPTRを１から11(H)
に、またディレクトリマップDIR-MAP0のディレクトリDI
R-No０とDIR-No１とが使用されたのでディレクトリマッ
プDIR-MAP0の下位２ビットを「１」( ３(H) ) に書き替
えている。

【００５９】さらに、ディレクトリ共通項目のファイル
名として「ＧＥＮＦＩＬＬ１」を、開始リンクブロック
番号として「１(H) 」を、終了リンクブロック番号とし
て「10(H) 」を設定する。

【００６０】ファイル管理情報の編集が終了したなら、
編集した情報を正副２面のファイル管理情報の内の０面
に格納し（図１３、Ｓ３７）、さらに同じ情報をファイ
ル管理情報の１面にコーピする（Ｓ３８）。

【００６１】また、光ディスク装置ＯＤに記憶されてい
るファイルを読み込む場合には、上述した動作と逆に管
理情報、ブロック管理情報を元にＯＤから所望のファイ
ルを読み出すことができる。

【００６２】なお、本発明は、上述した実施例に限定さ
れるものではなく、例えば各管理情報の名前，サイズ，
アドレスなどが相違しても効果を損なうものではない。

【００６３】

【発明の効果】本発明によれば、識別情報と次アドレス
情報とによりブロック管理情報に発生するエラーをリカ
バーすることができる。また、ディレクトリ情報として
同じ識別情報を有するブロックの先頭ブロック情報及び
ブロック数を記憶させることで、ブロックの検索を高速
化すると共に、誤った識別情報、又は次アドレス情報を
持ったブロックが生成された場合、あるいはブロックが
喪失した場合にもブロック管理情報を正しく再生するこ
とができる。

【００６４】さらに、最若番空きエリア管理情報を設け
ることで、空きエリアを直接検索でき、ファイルの書き
込みを高速化できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理ブロック図である。

【図２】実施例のファイル管理情報の構成図である。

【図３】ファイル管理情報の具体的構成の一例を示す図
である。

【図４】ファイル構成管理情報の構成図である。

【図５】ディレクトリマップの初期値を示す図である。

【図６】ディレクトリ共通項目の構成図である。

【図７】ファイル書き込み時の動作説明図（その１）で
ある。

【図８】ファイル書き込み時の動作説明図（その２）で
ある。

【図９】ファイル書き込み時の動作説明図（その３）で
ある。

【図１０】ファイル作成時の処理内容を示すフローチャ
ート（１）である。

【図１１】ファイル作成時の処理内容を示すフローチャ
ート（２）である。

【図１２】ファイル作成時の処理内容を示すフローチャ
ート（３）である。

【図１３】ファイル作成時の処理内容を示すフローチャ
ート（４）である。

【図１４】ファイル管理方式の比較表である。

【図１５】ファイル管理方式の比較表である。

【符号の説明】

１識別情報２次アドレス情報

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】記録媒体上の使用済エリアと空きエリアと
を管理するブロック管理情報を有するファイル管理方式
において、前記ブロック管理情報の各ブロックに前記記録媒体に格
納するファイルを識別する識別情報（１）とブロックの
リンク先を示す次アドレス情報（２）とを記憶させたこ
とを特徴とするファイル管理方式。
【請求項２】記録媒体上の使用済エリアと空きエリアと
を管理するブロック管理情報と、複数のブロックからな
るディレクトリを管理するディレクトリ情報とを有する
ファイル管理方式において、前記ブロック管理情報の各ブロックに前記記録媒体に格
納するファイルを識別する識別情報（１）とブロックの
リンク先を示す次アドレス情報（２）とを記憶させ、前記ディレクトリ情報に、少なくとも前記ブロック管理
情報内の同じ識別情報を有するブロックの先頭ブロック
を指定する先頭ブロック情報と、同じ識別情報を有する
ブロック数とを記憶させたことを特徴とするファイル管
理方式。
【請求項３】前記ブロック管理情報内の空きブロックの
最若番アドレスを管理する最若番空きエリア管理情報を
設けたことを特徴とする請求項１又は２記載のファイル
管理方式。
【請求項４】前記ブロック管理情報は、使用済ブロック
に「０」以外の数値又は文字を、空きブロックに「０」
を記憶させたことを特徴とする請求項１、２又は３記載
のファイル管理方式。
【請求項５】前記ブロック管理情報にエラーが発生した
場合に、前記識別情報と次アドレス情報とに基づいてエ
ラーリカバリーを行うことを特徴する請求項１又は２記
載のファイル管理方式。