JPH10512379A - ディスク・パーティションをマニピレートする方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 方法は、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブル（３２）によって定義されたディスク・パーティションの非破壊的マニピレーションを許容する。ディスク・パーティションは、一つ以上のディスク・ドライブ（４）に装着された一つ以上のディスク（２）に配置されうる。割り込まれたマニピレーションは、割込みの点に近いマニピレーションの進行の点で再開されうる。利用可能なマニピレーションは、パーティションのファイル・システム構成の完全性を検証すること；パーティションについての情報を表示すること；異なる位置にパーティションを移動すること；パーティションをサイズ変更すること；及びファイル・システム・クラスタをサイズ変更することを含む。サイズ変更段階は、ファイル割当てテーブルを用いるファイル・システムを特に参照して説明される。これらのマニピレーションを実行するために必要な詳細は、ユーザからの一般的なディレクションだけを必要とするインプリメンティング・プログラムによって行われる。それゆえに、本発明は、技術的複雑性に不慣れなユーザに、拡張パーティション及び論理パーティションを含んでいる、ＩＢＭ−コンパチブル・ディスク・パーティションを容易にマニピレートさせる。

Description

【発明の詳細な説明】 ディスク・パーティションをマニピレートする方法発明の分野 本発明は、コンピュータ・ディスク・ドライブの選択したパーティションのマ ニピレーション（操作）を許容する。より特定的には、本発明は、ハード・ディ スク・パーティションを安全に縮小し、拡張し、移動し、かつ複写し及びＦＡＴ パーティションにおけるクラスタ・サイズを安全に変更する方法に関する。発明の背景 コンピュータは、データを記憶するために多種多様なディスクを用いる。ディ スクは、“光”ディスクが“磁気”ディスクから区別される場合のように、採り 入れられる記憶媒体によって分類される。ディスクは、また、“フロッピー”ま たは“ハード”としても分類される。ハード・ディスクは、一般的に、フロッピ ー・ディスク（“フロッピー”）よりも大きい記憶容量、高速なデータ・アクセ ス時間、及び長い耐用寿命を有する。しかしながら、ハード・ディスクとは異な り、フロッピーは、“取り外し可能”である。即ち、フロッピーは、ディスクの データへのアクセスをコンピュータに供給するディスク・ドライブから容易にリ リースされ、かつディスク・ドライブに再装着される。 図１は、ディスク・ドライブ４に装着されたディスク２を示す。ディスク・ド ライブ４は、ディスク・ドライブ４の読取り及び書込み要求を行うコンピュータ ・システム６と信号通信にある。コンピュータ・システム６は、メモリ１０とデ ィジタル信号通信にある少なくとも一つのプロセッサ（“ＣＰＵ”）８を備えて いる。適当なメモリ１０は、ランダム・アクセス・メモリ、リード−オンリー・ メモリ、及びこれら二つのメモリ型の組合せを含む。 コンピュータ・システム６は、また、少なくとも一つのプログラム記憶媒体を 備えることができる。適当な記憶媒体１２は、特定の物理的基板構成を有してい る磁気、光、または他のコンピューター読取り可能記憶デバイスを含む。適当な 記憶デバイスは、フロッピー・ディスク、ハード・ディスク、テープ、ＣＤ−Ｒ ＯＭｓ、ＰＲＯＭｓ、ＲＡＭ、及び他のコンピュータ・システム記憶デバイスを 含む。 基板構成は、コンピュータ・システムをここに説明したような特定及び所定の 方法で動作させる命令及びデータを表す。そこで、媒体１２は、本発明によるデ ィスクパーティション操作段階を実行すべくプロセッサ８によって実行可能であ るプログラム、機能、及び／又は命令を有体的に組み込む。本発明によるある実 施例では、命令は、操作されるディスクパーティションも含む媒体１２に記憶さ れる。他の実施例では、命令は、媒体１２の１インスタンスに記憶されかつ一つ 以上の他の媒体１２のディスクパーティションが操作される。 ディスク２は、フロッピー及びハード・ディスクの両方の物理的特性を示す。 ディスク２は、シリンダ１４のような多数の同心データシリンダを含む。シリン ダ１４は、セクタ１６及び１８を含んでいる、多数のデータ・セクタを含む。セ クタ１６及び１８は、ディスク２の上面２０に位置決めされる；さらなるセクタ は、ディスク２の下面２２に位置決めされうる。ディスク２の面２０、２２は、 プラッタ２４を定義する。フロッピー・ディスクは、一つのプラッタだけを含み 、それゆえに片面または両面のいずれかである。説明の明瞭化のために一つのプ ラッタ２４だけが図１に示されるが、ハード・ディスクは、しばしば多数のプラ ッタを含み、それゆえに一つ、二つ、またはそれ以上の面を含みうる。 ディスク２の上面は、ドライブ４に固定されたアーム２８に取り付けられたヘ ッド２６によってアクセスされる。ディスク２の異なるシリンダをアクセスする ために、アーム２８は、所望のシリンダの位置に従ってヘッド２６をディスク２ の中心に向けてまたはディスク２の周縁に向けて動かす。シリンダ内の異なるセ クタをアクセスするために、ドライブ４は、軸３０の回りにディスク２を回転さ せ、それによりヘッド２６の近傍に所望のセクタを回転する。更なるプラッタの 面を含んでいる、ディスクの更なる面は、更なるディスク・ドライブ・ヘッドに よって同様な方法でアクセスされうる。ディスクの各面が対応しているディスク ・ドライブ・ヘッドによってアクセスされるので、ヘッドの数は、ドライブにア クセス可能であるディスクの面の数を示すためにときどき用いられる。例えば、 両面ディスクは、ダブル・ヘッド型ドライブでアクセスされる。 ディスク２の所与のセクタは、ヘッド、シリンダ、及びシリンダ内のセクタを 特定することによって識別されうる。ヘッドは、ゼロから始まって、下方へ向か うドライブの最上部から一般的に番号付けられる。シリンダは、ゼロから始まっ て、内側に向かうプラッタの外縁(outside edge)から一般的に番号付けられる。 シリンダ内のセクタは、ディスク・ドライブのディスク回転の方向によって、か つ１で始まる、時計回りまたは反時計回りのいずれかに向かうディスク媒体のマ ーカーから一般的に番号付けられる。この方法でヘッド番号、シリンダ番号、及 びセクタ番号を特定しているトリプレットは、“物理セクタ・アドレス”として 知られている。例えば、図１において１６としてラベル付けられたセクタは、（ ヘッド０、シリンダ７、セクタ２）の物理セクタ・アドレス、またはより正確に は、（０、７、２）の物理アドレスを有しうる。用語“アドレス”及び“ポイン タ”は、ここでは、区別なく用いられている。 代替的に、所与のセクタは、“論理セクタ・アドレス”によって識別されうる 。各論理セクタ・アドレスは、トリプレット（三重項）の数よりも単一の数であ る。セクタの論理アドレスは、順番に全ての利用可能なセクタを横切るある特定 の経路に沿ったディスク２の“第１の”セクタとアドレス指定されたセクタとの 間のセクタ数に対応する。“セクタ・ゼロ”として知られる、第１のセクタは、 （０，０，１）の物理セクタ・アドレスにしばしば配置される。一つの一般的な 横断経路は、論理セクタ・ゼロで始まり、ヘッド・ゼロのシリンダ・ゼロにおけ るセクタを横断し、ヘッド１のシリンダ・ゼロのセクタを横断し、それゆえに各 後続ヘッドのシリンダ・ゼロを通って進み、ヘッド・ゼロのシリンダ１のセクタ に進み、カツ同様な方法で継続する。しかしながら、他のディスク横断経路も用 いられる。 （セクタ１６、１８によって例示された）セクタは、ディスク・ドライブ４に よって認識された個別にアドレス可能なディスク記憶の最小単位である。いずれ かのセクタ内の個別ビットは、セクタ全体をメモリ・バッファに読取り、問題の ビットを上書きし、そしてディスク２にセクタ全体を戻して書込むことによって のみ変更することができる。 しかしながら、プロセッサ８で実しているソフトウェアは、個別のセクタで常 に動作しない。特に、ディスク２のデータを編成するために用いるフォーマット を定義することを支援する“ファイル・システム”ソフトウェア、及びそのデー タを読取りかつ書込むべくディスク・ドライブ４を起動するファイル・システム “ドライバーズ”は、最小アドレス可能記憶単位としてセクタを扱う必要はない 。一つの一般的に用いられるファイル・システム、ファイル・アロケーション・ テーブル(File Allocation Table)（“ＦＡＴ”）ファイル・システムは、それ ぞれ一つ以上のセクタの“クラスタ”にセクタを割り当てるように構成されてい る。各クラスタは、２ⁿセクタを含み、ここでｎは、ゼロからＭａｘまでの範囲 にありかつＭａｘは、６４Ｋバイトのクラスタ・サイズを与える。ディスク２が 最初にフォーマットされる場合に、ｎの値は、固定され、かつディスク２の使用 中に一般的に変化しない。クラスタ・サイズは、ディスク２をリフォーマットす ることによって通常のツールで変更することができるが、しかし、そのようなリ フォーマッティングは、リフォーマットされた領域に記憶された全てのユーザ・ データへのアクセスを破壊するように、破壊的である。 ファイル・システムは、ディスク上のデータの物理編成を定義するために“パ ーティション”との組合せで一般的に用いられる。パーティションは、ディスク ２に配置される“パーティション・テーブル”の内容によってしばしば定義され る。例えば、ＭＡＣＩＮＴＯＳＨ（Apple Computer，Inc.の登録商標）（マッキ ントッシュ）コンピュータは、ＭＡＣＩＮＴＯＳＨオペレーティング・システム 用に特に構成されたコンポジションを有しているパーティション・テーブルを用 いる。多くのＳＵＮ（Sun Microsystems，Inc.の登録商標）ワークステーション ・コンピュータは、ＳｕｎＯＳ（Sun Microsystems，Inc.の登録商標）ファイル ・システム用に特に構成されたパーティション・テーブル・コンポジションを用 いる。他の例は、たくさんある； 異なるパーティション・テーブル・コンポジ ションは、異なるオペレーティング・システム及び異なるファイル・システムの ようにほとんど一般的であり、その数は、数百に及ぶ。 残念ながら、異なるパーティション・テーブル・コンポジションは、通常、互 換性がない。第１のパーティション・テーブルの内容を正確に変更する詳細な方 法は、第１及び第２のテーブルが異なるコンポジション規則を用いるならば、第 ２のパーティション・テーブルの内容をしばしばスクランブルする。ＭＡＣＩＮ ＴＯＳＨパーティションにおけるディスク・セクタの数を低減するための詳細な 方法は、例えば、ＳｕｎＯＳパーティションを縮小することにおいてほとんど援 助にならないだろうし、かつＳｕｎＯＳパーティション・テーブルに適用された ならばデータ損失をもたらすであろう。 “ＩＢＭ−コンパチブル”パーティション・テーブルとしてここに示された、 一つのパーティション・テーブル・コンポジションは、多くのＩＢＭ（Internat ional Business Machines Corporation の登録商標）パーソナル・コンピュータ 及びＩＢＭ−コンパチブル・コンピュータに用いられるディスクに見出される。 ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルは、フロッピー及びハード・ ディスクの両方で用いられうるし、かつそれらは、磁気ディスク、光ディスク、 及び他の記憶媒体を採り入れているディスクで用いられうる。ＩＢＭ−コンパチ ブル・パーティション・テーブルは、上述した経路とは異なる横断経路を採り入 れているスキーム及びディスクの各パーティションに対してゼロで再び最初から やり直す論理セクタ・アドレスを割り当てるスキームを制限なしで含んでいる各 種のディスク・セクタ・アドレス指定スキームでも用いられうる。 図２に示すように、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブル３２は 、初期プログラム・ローダ(Initial Program Loader)（“ＩＰＬ”）識別子３４ 、４つの主要パーティション識別子３６、及びブート識別子３８を含む。図３に 示すように、各パーティション識別子３６は、問題のパーティションがブート可 能であるかどうかを示すブート・インジケータ４０を含む。パーティション・テ ーブル３２によって定義された一組のパーティションのせいぜい一つのパーティ ションは、あらゆる所与の時間でブート可能である。 また、各パーティション識別子３６は、問題のパーティションにおける最初の セクタの物理セクタ・アドレスである、開始アドレス４２、及び パーティショ ンの最後のセクタの物理セクタ・アドレスである、終了アドレス４４も含む。セ クタ・カウント４６は、パーティションにおけるディスク・セクタの合計数を保 持する。ブート・セクタ・アドレス４８は、物理開始アドレス４２に対応してい る論理セクタ・アドレスを保持する。１０２４シリンダ以上を有しているディス クでは、開始アドレス４２及び終了アドレス４４は、実際の値がパーティション ・テーブル３２に与えられた空間に記憶するにはあまりにも大きいならば、所定 の最大値を含む；実際の値は、セクタ・カウント４６及びブート・セクタ・アド レス４８から導くことができる。 あるＩＢＭ−コンパチブル・コンピュータ・システムは、“論理パーティショ ン”と共にちょうど説明した主要パーティションを許容する。全ての論理パーテ ィションは、一つの主要パーティション内に含まれる；論理パーティションを含 む主要パーティションは、また、“拡張パーティション”としても知られている 。論理パーティションは、パーティション識別子３６の一つ以上のリストによっ て表される。各リストは、パーティション識別子Ｐ１、Ｐ２、Ｐ３、またはＰ４ の一つに通常のファッションで装着される。それゆえに、ＩＢＭ−コンパチブル ・パーティション・テーブルによって定義された一組のパーティションは、その 主要パーティションが拡張パーティションであるかどうかに係わりなく、あらゆ る定義された主要パーティションを含み、かつパーティション識別子３６によっ て定義されるあらゆる論理パーティションも含む。 各パーティション識別子３６は、また、システム・インジケータ５０も含む。 システム・インジケータ５０は、パーティションに含まれたファイル・システム の型を識別し、次いでディスク２（図１）のパーティションに記憶されるデータ の物理構成（物理配列）を定義する。システム・インジケータ５０は、種々のフ ァイル・システムを指定するために所定の定数値を用いる。例えば、定数値０１ Ｈは、ＭＳ−ＤＯＳ（Microsoft Corporation の登録商標）オペレーティング・ システムによって最初に用いられた型の１２−ビットＦＡＴファイル・システム を示す。他の値は、ＣＰ／Ｍ−８６（Novell，Inc.の登録商標）ファイル・シス テム、ＸＥＮＩＸ（Microsoft Corporation の登録商標）ファイル・システム、 ＮＯＶＥＬＬ（Novell，Inc.の登録商標）ファイル・システム、ＭＳ−ＤＯＳオ ペレーティング・システムの１６−ビットＦＡＴファイル・システム、及びＰＣ ＩＸファイル・システムを含んでいる、他のファイル・システムを指定する。特 定のオペレーティング・システムによって認識されない値は、未知のファイル・ システムを指定しているものとして扱われる。 システム・インジケータ５０は、ＭＳ−ＤＯＳのような、特定のオペレーティ ング・システムと共に最も広く用いられている、１２−ビットＦＡＴファイル・ システムのような、ファイル・システムを指定しうる。しかしながら、オペレー ティング・システム及びファイル・システムは、コンピュータの異なるコンポー ネント（構成部分）である。ディスク２（図１）の特定のパーティションに関連 付けられたファイル・システムは、データがパーティションに記憶される、フォ ーマット、具体的には、問題のパーティションの開始アドレス４２及び終了アド レス４４によって区切られたディスク２の部分におけるファイル・システム構造 及びユーザ・データの物理構成（物理配列）を決定する。あらゆる所与の時間に 、各パーティションは、それゆえに、せいぜい一つの型のファイル・システムを 含む。 オペレーティング・システムは、ディスク２へのアクセスだけでなく、他のコ ンピュータ資源へのアクセスも同様に管理する。オペレーティング・システムに よって一般に管理された資源は、一つ以上のディスク及びディスク・ドライブ、 メモリ（ＲＡＭ及び／又はＲＯＭ）、マイクロプロセッサ、及びキーボード、マ ウス、スクリーン、プリンタ、テープ・ドライブ、モデム、シリアル・ポート、 パラレル・ポート、またはネットワーク・ポートのようなＩ／Ｏデバイスを含む 。 オペレーティング・システムは、ファイル・システム・ドライバを介して部分 的にディスク２をアクセスする。これらのドライバは、ファイル・ネーム及び読 取り／書込み要求のようなより抽象的な情報を、セクタ・アドレス及び物理ディ スク・アクセスのようなより詳細な情報に変換すべくファイル・システムについ ての内部ファイル・システム・データ及び仮定を用いる。ファイル・システム・ ドライバの適切な使用により、単一のオペレーティング・システムは、異なるフ ァイル・システムに従って記憶されたファイルをアクセスすることができる。例 えば、ＯＳ／２（International Business Machines Corporation の登録商標） オペレーティング・システムは、ＦＡＴファイル及び高性能ファイル・システム (High Performance File System)（“ＨＰＦＳ”）ファイルの両方をアクセスす ることができる。ファイル・システム・ドライバは、パーティションに含まれる ファイル・システムの型を変更しない。ファイル・システム・ドライバは、パー ティションのサイズ、ディスク２(図１)のパーティションの位置、またはＦＡＴ パーティションのクラスタ・サイズのような特性も変更しない。 ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルの内容を変更することは、 時として望ましい。例えば、コンピュータを用いている人は、更なるデータをそ のパーティション内のファイルに記憶させるべく特定のパーティションを拡張す ることを望むであろう。逆に、ユーザは、より少ないディスク・セクターをパー ティションに割り当てるべく特定のパーティションを縮小することを望むであろ う。パーティションに割り当てられたディスク・セクターの数を実質的にまたは 正確に保存すると同時に、ディスクの異なる位置にパーティションを移動するこ とは、また、都合がよいかまたは必要であろう。 ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルの変更への一つの通常のア プローチは、ディスク外の全ての必要なユーザ及びシステム・データをテープま たは別のディスクのような一時的な記憶位置にコピーすることによって開始する 。コピーされたデータは、テキスト的文書(textual documents)及びスプレッド シートのようなユーザによって生成されたファイルの内容、ワード・プロセッサ のようなアプリケーション、及びディレクトリ情報のようなシステム・データを 走らせるために必要なファイルの内容を制限なしで含む。セクター割当てマップ のようなある内部ファイル・システム・データは、必ずしもコピーされることを 必要としないが、それでもしばしばコピーされる。次いで、慣用のディスク・ユ ーティリティＦＤＩＳＫは、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブル を更新するために用いられる。新たに特定されたパーティションは、次いで、慣 用のディスク・ユーティリティＦＯＲＭＡＴまたは同様なユーティリティでフォ ーマットされる。そして、データは、ディスクの新しいパーティションに戻され てコピーされる。この複写処理の間中にファイル・システム・コピー・ユーティ リティは、ディスクのデータの現行位置を反映している適切な新しいファイル・ システム構造を生成する。 パーティション・マニピレーション（操作）に対するこのアプローチは、複数 の欠点を有する。適当な記憶容量を有する一時的記憶デバイスは、情況により容 易に利用可能または入手可能ではないであろう。一時的記憶が利用可能であって も、大量のデータをディスクから一時的記憶にコピーし、そして再び戻すことは 、かなりの期間(substantial period of time)を要する。 更に、このような方法でＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルを マニピレート（操作）することは、間違えるしかつ多くのコンピュータ・ユーザ に対して危険である。ＦＤＩＳＫユーティリティは、ユーティリティがＩＢＭ− コンパチブル・パーティション・テーブル、物理ディスク・アドレス、論理パー ティション、拡張パーティション、パーティションに関するオペレーティング・ システム仮定、クラスタ・サイズ、ファイル割当てテーブル、及び関連する事項 の複雑性に慣れているということを想定する。これらの技術的な詳細に不慣れな ユーザは、データを容易にかつ不注意に破壊するであろう。 ユーザが新しいパーティションの正しいサイズまたは位置を間違って算出した ならば、あまり重大ではないがしかしそれにもかかわらず望ましくない情況も起 こるであろう。例えば、パーティションが一時的記憶から全てのデータを受け取 るにはあまりにも小さくなされたならば、再びリフォーマットすべく、ＦＤＩＳ Ｋでパーティション・テーブルを再び変更し、かつ一時的記憶からリフォーマッ トされたパーティションに全てのデータを再びコピーすることが必要になる。最 初に全てが望み通りに作動したとしても、パーティション変更に対するこのアプ ローチは、非常に時間を消費するものである。数百メガバイトのデータを保持し ている一般的なディスクでは、処理は、成功裏に完了するために数時間を必要と する。 一つのファイル・システムから別のファイル・システムにパーティションを変 換することは、時には望ましい。例えば、一つの既知のアプローチは、ＦＡＴパ ーティションをＨＰＦＳパーティションに変換する。しかしながら、変換は、所 定の位置で行われる。即ち、ＦＡＴファイル・システム構造が対応ＨＰＦＳファ イル・システム構造に変換される間、ユーザ・データは、ディスクの同じセクタ ーに実質的に残されたままである。このアプローチは、ＨＰＦＳファイル・シス テム構造を保持すべく十分な更なるディスク空間についてだけを必要とするとい う利点を有する。 しかしながら、事実上、全変換動作の間中、パーティションは、ノー・シング ル(no single)の既知のファイル・システムに一致するハイブリッド状態にある 。それゆえに、ファイル・システム変換が割り込まれたならばユーザ・データは 、損失されるに違いない。特に、コンピュータに対するパワーが変換中に一瞬で も割り込まれるならば、データは、損失されるであろう。更に、このアプローチ は、パーティションを縮小し、拡張し、かつ移動するための手段と、または変換 の前後におけるファイル・システムの完全性及び自己一貫性を検査するための効 率的手段と統合されない。 ある通常のパーティション・マニピレーション・アプローチは、パーティショ ンを縮小することに限られる。それらは、パーティションのサイズを保存してい る間に、パーティションを拡張するかまたはディスクの新しい位置にパーティシ ョンを移動するためのケイパビリティを供給しない。更に、パーティション縮小 オペレーションの間中にコンピュータへのパワーが割り込まれたならば、既知の アプローチは、ユーザ・データを損失させる。 更に、ＦＡＴパーティションにおけるクラスタをサイズ変更すること(resizin g clusters)に対する唯一の先に既知のアプローチは、ディスク・パーティショ ンの破壊的リフォーマッティングである。 更に、パーティション・サイズ変更に対する既知のアプローチは、オペレーシ ョン前後のファイル・システムの完全性及び自己一貫性を検査する手段と統合さ れない。一つのパーティション・サイズ変更アプローチは、全てのクラスタの位 置におけるシフトを必要とし、それにより、サイズ変更が割り込まれたならばサ イズ変更するために必要な時間だけでなくデータ破損の危険性をかなり増大する 。更に、悪いセクターがディスク・パーティションに存在するならば、そのよう なアプローチは、データを損失する。そして、ある既知のパーティション・サイ ズ変更オペレーションは、サイズ変更の結果としてファイル・システム構造にお いてしばしば起こる条件(conditions)を適切に扱わない。発明の目的および概要 それゆえに、技術的な複雑さに不慣れなユーザにユーザ・データを破壊するこ となくＩＢＭ−コンパチブル・ディスク・パーティションを容易にサイズ変更さ せかつ再構成させる方法を提供することは、この技術分野における進歩であろう 。 望むように、ＦＡＴクラスタ・サイズを増大するかまたは減少するような方法 を提供することも進歩であろう。 パーティションのマニピレーションの間の電源故障のような割込みによっても たらされたデータ損失を防ぐような方法を提供することは、更なる進歩であろう 。 論理パーティション及び拡張パーティションを適切にサイズ変更しかつ再構成 するような方法を提供することも進歩であろう。 パーティション内のファイル・システム・データの完全性及び一貫性を効率的 に検査するような方法を提供することは、更なる進歩であろう。 ディスク・パーティションをマニピレートするそのような方法がここに開示さ れかつクレームされる。 本発明は、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルによって定義さ れたディスクパーティションをマニピレートする方法を提供する。ディスクパー ティションは、一つ以上のディスク・ドライブに装着された一つ以上のディスク に配置されうる。各パーティションは、１２−ビットＦＡＴ、１６−ビットＦＡ Ｔ、またはＨＰＦＳのような、関連ファイル・システム・タイプを有する。 本方法によれば、パーティション・テーブルは、ディスクから最初に読み取ら れる。テーブル内容は、パーティション・マニピレーションにおける先の試みが 電源故障によって割り込まれたということを示す、ＲＰＩシステム・インジケー タを含みうる。ＲＰＩがディスクに存在するならば、通知段階は、割り込まれた マニピレーションは、再開されているということをユーザに知らせる。さもなけ れば、段階は、要求したパーティション・マニピレーションを妨げる他の処理を ロックアウトすべくなされる。チェックマーキングまたはジャーナリングの よ うなデータ回復方法は、また、割込み点の近くで方法のリザンプションを許容す るために用いられる。 利用可能なマニピレーションは、制限なしに：パーティションのファイル・シ ステム構成の完全性及び内部一貫性をチェック（検査）することまたは検証する こと； その位置、大きさ、及び関連ファイル・システム・タイプのようなパー ティションに関する情報を表示すること；パーティションを現在保持しているデ ィスクの異なる位置または別のディスクにパーティションを移動すること；パー ティション内に異なる数のディスク・セクタを含むべくパーティションをモルド （成形）することまたはサイズ変更すること；ＦＡＴパーティションのクラスタ をサイズ変更すること、を含む。 段階は、ファイル・システム・データ構造における不一致性（不整合性）また は選択したパーティションの完全における他のブリーチ（不履行・違反）を検出 すべくマニピレーションの一つ以上の点でなされる。エラーが検出されたならば 、ユーザは、知らされる。本方法によって変更されたディスクの条件（状態）は 、次いで、可能な程度に復元されかつ制御は、呼び出し環境に戻される。 サイズ変更段階は、ＨＰＦＳファイル・システム及びＦＡＴファイル・システ ムを特に参照して説明されるが、種々の他のファイル・システムを保持するパー ティションをリシェープすることにおいても有用である。バウンド決定段階の間 に、所望の変更パーティションの最大及び最小サイズが決定される。エッジ決定 段階は、変更パーティションを生成するために選択したパーティションのどのエ ッジが移動されるかにより適切なアクションを取る。大きさ決定段階は、変更パ ーティションの開始及び終了物理アドレスを特定することによって変更パーティ ションの正確な大きさを決定する。 選択したパーティションが拡張されるならば、大きさ決定段階の後にある更な る段階がなされる。追加されるディスク・セクタは、ブロッキング段階中に悪い セクタを捜し出しかつブロック・アウトすべくまずテストされうる。生成段階の 間、復元セクタは、マニピレーションが割り込まれる場合にデータ復元を許可す るために提案した変更パーティションの最後のセクタに生成される。調整段階の 間に、パーティション・テーブルの内容は、変更パーティションの大きいサイズ を反映すべく調整されかつＲＰＩは、ディスクに配置されて、パーティションを ＭＳ−ＤＯＳ、ＯＳ／２、及び他の慣用オペレーティング・システムに対して認 識不能にする。ビットマップス、セクタ割り当て構成、またはファイル割り当て テーブル・エントリは、ディスクの新たな領域に対して必要であれば生成される 。 パーティションが縮減されるかまたは拡張されるかに係わりなく、大きさ決定 段階は、変更パーティションのファイル・システム構成のサイズ及び位置を決定 する。調整段階は、次いで、選択パーティションと変更パーティションの間の相 違を反映するために必要なようにファイル・システム構成のサイズ、位置、及び 内容を調整する。エキジッティング段階(exiting step)は、一時的に割り当てら れたディスク空間を解放し、ディスクからＲＰＩを除去し、一般的に清掃（クリ ーン・アップ）し、そしてそれを呼び出したソフトウェアに制御を戻す。ある場 合にはエキジッティング段階は、パーティション・テーブルまたはファイル・シ ステム構成における変化がオペレーティング・システムによって検出されるよう にコンピュータをリブートするように付勢する。 移動／複写段階は、種々の慣用または未知のファイル・システムを用いてパー ティションを複製することにおいて有用である。位置決定段階は、変更パーティ ションのエッジの位置を決定する。本方法は、第１のディスク・ドライブに装着 された第１のディスクにある第１の位置から、第２の位置へパーティションを移 動しかつ複写するケイパビリティを提供する。第２の位置もまた第１のディスク にあるか、またはそれは、第２のディスク・ドライブに装着された第２のディス クにありうる。 生成段階の間中、第１のリストが選択パーティションの内側の全ての悪いセク タからなる。テスト段階の間中、提案した変更パーティションによって追加され た全てのセクタがテストされ、かつ見出された悪いセクタは、第２のリストに配 置される。生成段階の間中、全ての悪いセクタの複合リストは、ちょうど説明し た第１及び第２のリストから生成される。さもなければ変更パーティションの悪 いセクタに複写される選択パーティションのディスク・セクタを占有しているデ ータまたはシステム情報は、それらが変更パーティションの良いセクタに代わり に複写されるように再配置される。 選択パーティションの内容は、次いで複製される。変更パーティションに対す る悪いセクタ・リストは、更新され、かつエキジッティング段階は、清掃（クリ ーン・アップ）し、ディスクからＲＰＩを除去し、かつ適切なような、呼出し環 境へ、またはリブートへ戻るように出る。代替方法は、外部(foreign)または未 知のパーティションの移動及び複製を許容する。 これらのマニピレーションを実行するために必要な詳細は、ユーザからの一般 的な指図だけを必要とするプログラムをインプリメントすることによってなされ る。そこで、本発明は、技術的複雑性に不慣れなユーザに、論理及び拡張パーテ ィションを含んでいる、ＩＢＭ−コンパチブル・ディスク・パーティションを容 易にサイズ変更させかつ再構成させる方法を提供する。また、本方法は、パーテ ィションのマニピレーションの間中に電源故障のような割り込みによってもたら されたデータ損失を防ぐためにＲＰＩ及びデータ復元段階も用いる。方法は、ま た、マニピレーションの間中に種々の点におけるパーティション内のファイル・ システム・データの完全性及び一貫性を効率的にテストする。 本発明の特徴及び利点（効果）は、添付した図面と共に以下の説明及び請求の 範囲を通してより完全に明らかになるであろう。図面の簡単な説明 本発明の利点（効果）及び特徴が得られる方法を説明するために、上記に概説 された本発明のより特定な記述は、添付した図面を参照することによって行われ る。これらの図面は、本発明の選択した実施例を供給するだけであり従ってその 範疇を限定するものであると考えるべきではないということを理解することによ り、本発明は、以下に説明する添付した図面の使用を通して更なる特異性（限定 性）及び詳細で記述されかつ説明されるであろう： 図１は、コンピュータ・ディスク・ドライブの部分断面図である。 図２は、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルを説明している図 である。 図３は、図２に示したパーティション・テーブルの一部を更に説明している図 である。 図４は、本発明の好ましい方法を説明しているフローチャートの最初の部分で ある。 図５は、図４に示したフローチャートの更なる部分である。 図６は、本発明のコンピュータ−ベースド・インプリメンテーションに対する グラフィカル・ユーザ・インターフェイスを説明しているコンピュータ画面の正 面図である。 図７は、図５に示したパーティション・マニピレーティング段階を更に説明し ているフローチャートである。 図８は、ＦＡＴファイル・システムを採用しているパーティションに関して図 ７に示したパーティション・サイズ変更段階を更に説明しているフローチャート である。 図９は、ＨＰＦＳファイル・システムを採用しているパーティションに関して 図７に示したパーティション・サイズ変更段階を更に説明しているフローチャー トである。 図１０は、ＦＡＴファイル・システムを採用しているパーティションに関して 図７に示したクラスタ・サイズ変更段階を更に説明しているフローチャートであ る。 図１１は、ＦＡＴファイル・システムを採用しているパーティションに関して 図７に示したクラスタ・サイズ変更段階を更に説明しているフローチャートであ る。 図１２は、図７に示したパーティション移動／複写段階を更に説明しているフ ローチャートである。実施例 同様な部分が同じ番号によって参照されるような図をここで参照する。本発明 は、ディスク・パーティションを物理的にマニピレートする方法に関する。本発 明は、パーティション・サイズ変更、クラスタ・サイズ変更、パーティション移 動、複製、及び他の段階を備えている。 上記したように、各パーティションは、１２−ビットＦＡＴ、１６−ビットＦ ＡＴ、ＦＡＴ−コンパチブル、ＣＰ／Ｍ−８６、ＸＥＮＩＸ、ＮＯＶＥＬＬ、Ｐ ＣＩＸ、またはＨＰＦＳのような、関連ファイル・システム・タイプを有する。 本発明は、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブルによってディスク ２（図１）の主要パーティションとして定義されたＨＰＦＳ及びＦＡＴパーティ ションを参照して説明される。本発明は、また、ＦＡＴパーティション・サイズ 変更及びＦＡＴクラスタ・サイズ変更に関しても説明される。しかしながら、当 業者は、本発明の範疇が多種多様な一つ以上のディスクの主要及び論理パーティ ションの両方のマニピレーションを含むということを理解するであろう。 当業者は、ディスク２、ディスク４、及びディスク２かつコンピュータ・メモ リの内部ファイル・システム構造の作業知識(working knowledge)を有する。彼 らは、また、一般に、ファイル・システム及びオペレーティング・システムの理 解も有する。ＨＰＦＳファイル・システムに関して、ＨＰＦＳファイル・システ ムの構成を記述する“HIGH PERFORMANCE FILE SYSTEM”に対してJames G．Letwi nに発行された米国特許公報第5,371,885 号のそれらの部分は、ここに参考文献 として採り入れる。ＦＡＴファイル・システムに関して、ＦＡＴファイル・シス テムの構成を記述する、Ray Duncanによる“Advanced MS-DOS: The Microsoftgu ide for Assembly Language and C programmers”，ISBN 0-914845-77-2，1986 の第８章は、ここに参考文献として採り入れる。ディスク・パーティション・マニピレーションの概要 ディスク・パーティションをマニピレートする本発明の好ましい方法は、図４ 及び図５のフローチャートによって説明される。モルディング・ディスク・パー ティションにおいてユーザを支援するために本発明のこのフローチャート及び／ 又は他の教示をインプリメントするコンピュータ・プログラムは、ここでは、“ インプリメンティング・プログラム”と称される。当業者は、ＣまたはＣ＋＋の ようなコンピュータ言語、通常のコンパイラ及びリンカ、並びにコンピュータ・ プログラマに慣用な他のツールを用いることによって本発明による適切なインプ リメンティング・プログラムを容易に生成する。インプリメンティング・プログ ラムは、制限なしでＩＢＭ−コンパチブル・パーソナル・コンピュータを含んで いる、通常のディジタル・コンピュータ上で実行しうる。 ディスク更新を含んでいるもののような、インプリメンティング・プログラム の全ての重要な部分は、データ復元方法の適切な利用によって保護されるのが好 ましい。チェックマーキング・データ復元方法は、ディスク書込みの最中に故障 が発生しない限り、データ損失を防ぐ。チェックマーキングは、選択パーティシ ョン内のディスクにプログレス・マーカーを記憶する。プログレス・マーカーは 、 選択パーティションの変更の増加的に増大する部分に対応し、それによって、デ ィスク・ドライブへのエレクトリック・パワーの流れが一時的に割り込まれた後 で変更が再開されるならば再びそれらの部分の全てを繰り返す必要性を除去する 。ジャーナリング・データ復元方法は、一般に、チェックマーキング方法よりも 速くかつディスク書込み最中にパワーが故障してもデータ損失を防ぐ。ジャーナ リングは、パーティション変更の間中いつでもディスクに全てのユーザ・データ の少なくとも一つのコピーを保存し、それによって、変更が一時的に割り込まれ たならばユーザ・データの損失の危険性を低減する。本発明の代替の方法によれ ば、当業者に慣用なデータ復元方法もまた採り入れられうる。 配置段階１００では、ＩＢＭ−コンパチブル・パーティション・テーブル（図 ２及び図３）は、ディスク２に配置される。パーティション・テーブルのＩＰＬ ３４（図２）は、一般的に、その論理アドレスがゼロであるディスク・セクタの 始めに配置される；パーティション・テーブルの他の部分は、ここに記述された パーティション・テーブル・コンポジション及び当業者に慣用な内容を後続する 。 次いで、パーティション・テーブルは、読み取り段階１０２によってディスク ２から読み取られる。読み取りは、インプリメンティング・プログラムによって 指図された一つ以上の通常のディスク・セクタ読取りオペレーションによって達 成される。多重読み取りオペレーションは、論理パーティションを定義するパー ティション識別子３６（図３）の内容を得るために要求されうる。そのように得 られたテーブル内容のコピーは、それらがディスク２で配置されていたようなコ ンピュータ・メモリの同じ相対位置に残されうる。代替的に、メモリのテーブル 内容は、方法の後続段階における使用にさらに都合がよいデータ構造に再構成さ れうる。当業者は、ここにおける教示により適切なデータ構造を容易に決定しう る。 本発明のこの好ましい方法では、テーブル内容は、パーティション・マニピレ ーションにおけるに先の試みが割り込まれたという表示を含みうる。そのような 割込みの一つの原因は、コンピュータへのエレクトリック・パワーの流れの一時 的割込みである。また、割込みは、ソフト・リセット、ハード・リセット、不良 ハードウェア、または他の情況の結果としても生じうる。 そのような割込みからの結果として生ずる不完全パーティション・マニピレー ションがパーティション・テーブルにおけるパーティション識別子３６（図３） のシステム・インジケータ５０（図３）における独自の“復元パーティション識 別子(recovery partition identifier)”（“ＲＰＩ”）の存在によって示され るということは、現在好ましい。ＲＰＩは、パーティションが“復元パーティシ ョン”であるということ、具体的には、パーティションがＨＰＦＳまたは特定の ＦＡＴファイル・システムのような既知のファイル・システムに関連付けられた 条件にあるのではなく、本方法の割込みに対応している遷移的(過渡的)状態にあ るということを示す。そこで、先に知られたファイル・システムに対応しておら ずかつシステム・インジケータ５０に割り当てられた空間における表現が可能で あるような値は、許容ＲＰＩ値である。一つの現在適切なＲＰＩ値は、３Ｃ１６ 進数；他の適切な値は、慣用なオペレーティング・システム及びファイル・シス テムによって用いられた値を調査することによって識別されうる。 従って、識別段階１０４は、パーティション・テーブルによって定義された各 パーティションに関連付けられたファイル・システムを識別する。識別段階１０ ４は、テーブル・ルックアップによって、ケースまたはスイッチ・ステートメン トによって、または本発明のＲＰＩを認識する別の慣用手段によって、インプリ メントされうる。次いで、問い合わせ段階１０６は、ＲＰＩがパーティション識 別子３６のいずれかにおいて見出されたかどうかを決定すべく識別段階１０４の 結果をチェックする。 問い合わせ段階１０６が、パーティション・マニピレーションが割り込まれた ということを決定するならば、通知段階１０８は、割り込まれたマニピレーショ ンが再開されているということをユーザに知らせる。次いで、方法は、パーティ ション・ロック保証段階１１０へ進む。他方、問い合わせ段階１０６が、不完全 マニピレーションが全く保留されていないということを決定するならば、表示段 階１１２は、ユーザにパーティション・テーブル内容の少なくとも一部を表示す る。表示段階１１２は、現行パーティション構成に関するフィードバック(帰還) をユーザに供給すべくインプリメンティング・プログラムにおいてグラフィカル ・ユーザ・インターフェイス（“ＧＵＩ”）と、その構成をモルドするためのコ マンド・インターフェイスとを用いるのが好ましい。 一つの適切なＧＵＩ１１４は、図６に示される。ＧＵＩ１１４は、表示段階１ １２（図４）によってコンピュータ画面１１６上に表示される。示されたＧＵＩ １１４は、発明の態様をインプリメントしかつユタ州オレム(Orem)のPowerQuest Corporationから市販されているPartitionMagicプログラムの部分である。Part itionMagic及びPowerQuestは、PowerQuest Corporationの登録商標である。 ＧＵＩ１１４は、ドライブ・ネームを含んでいる、コンピュータに装着された 物理ディスク・ドライブに関する情報をユーザに供給するドライブ・グループ・ ボックス１１８を含む。ドライブに対応しているアイコンは、パーティション情 報が現在表示されているドライブまたはドライブズを示すべく強調されるかまた はさもなければ外観上変更されるのが好ましい。 パーティション・グラフ１２０は、パーティションのネーム、相対位置、及び ファイル・システム・タイプを含んでいる、パーティション・テーブルによって 現在定義されたパーティションに関する情報を供給する。パーティション・グラ フ１２０の左端(left end)１２２は、最も低い物理アドレス（一般的に（０，０ ，１））におけるディスク・セクタに対応し、パーティション・グラフ１２０の 右端は、問題の特定ディスクの最も高い物理アドレスにおけるディスク・セクタ に対応する。 カラーまたはグラフィカル・パターンは、パーティション・グラフ１２０に用 いられうる。カラーまたはパターンは、ファイル・システム・タイプに、パーテ ィションによってクレームされていない自由空間に、及び“拡張された(extende d)”または“他の(other)”（認識されないシステム識別子）のようなパーティ ション特性にカラーを一致させる凡例(legend)１２６から選択される。図６に示 した例では、パーティションＥ：及びＦ：は、それらが論理パーティションであ るということを示すべくボックス１２８によって包囲される。パーティションＣ ：は、包囲ボックスの欠如によって示されたように、主要パーティションである 。 また、パーティションＣ：は、現行“選択パーティション”、具体的には、情 報が求められているかまたはそれによりマニピレーション・オペレーションが実 行されるかまたは間もなく実行されるであろうパーティションである。パーティ ションに関する更なる情報は、好ましくは強調されたかまたはさもなければ外観 上変更された現行選択パーティション（パーティションＣ：）に関する詳細１３ ２が、パーティション・リスト１３０に供給される。 オプション・ボックス１３４は、本方法のこのインプリメンテーションを通し て利用可能であるパーティション・マニピレーション・オペレーションをリスト する。ここに説明するにように、これらのマニピレーションは、パーティション のファイル・システム構成の完全性及び内部一貫性をチェックすることまたは検 証すること；その位置、サイズ、及びＦＡＴクラスタ・サイズのような関連ファ イル−システム−特定詳細のようなパーティションに関する情報を表示すること ；パーティションを現在保持するディスクの異なる位置または別のディスクにパ ーティションを移動すること；パーティション内のより小さいかまたはさらに大 きい数のディスク・セクタを含むべくパーティションをサイズ変更すること；及 び一つのファイル・システム構成から別のファイル・システム構成にパーティシ ョンを変換すること、を含む。ここで用いられたように、“ファイル・システム 構成(file system configuration)”は、特定のファイル・システム（例えば、 ＨＰＦＳ、１２−ビットＦＡＴ）と共に、ＦＡＴクラスタ・サイズのような基本 ファイル・システム・パラメータを含む。 図４から図６を参照すると、ユーザは、ＧＵＩ１１４のようなインターフェイ スを通してかつマウス、キーボード(いずれも図示省略)、または他の慣用入力デ バイスを通してインプリメンティング・プログラムと対話する。取得段階１３６ の間中、ユーザ対話は、パーティションの選択及びマニピレーション・オペレー ションの選択を結果として生ずる。選択は、当業者に慣用な手段によって通信さ れかつ肯定応答される。 次いで、ロック保証段階１１０の間中、選択パーティション（図６のパーティ ションＣ：）のロックされた状態は、保証(確保)される。そこで、ロック保証段 階１１０が段階１０８によって到達されるならば、マニピレーションは、割込み の後で再開されかつ選択パーティションは、ＲＰＩによって既にロックされうる であろう。しかしながら、割り込みが全く発生しないならば、即ち、段階１１０ が段階１１２及び１３６によって到達されるならば、ロッキング（施錠）は、オ ペレーティング−システム−レベル・ロックによって、他の処理を停止すること によって、ＲＰＩを配置することによって、またはこれらの段階のある組合せに よって、確保（保証）される。 それが本発明によりマニピレートされると同時に、パーティションをアクセス することからインプリメンティング・プログラム以外の処理を防ぐために選択パ ーティションをロック（施錠）することが必要である。当業者は、他の処理によ るそのような期待していないアクセスがかなりのデータ損失をもたらしうるとい うことを理解するであろう。 ロッキング（施錠）は、一つ以上の方法によって達成されうる。アクセスは、 ある一定のオペレーティング・システムに供給されるようなオペレーティング− システム−レベル・パーティション・ロックを嵌合することによって防げるとい うことが現在好ましい。例えば、ＯＳ／２オペレーティング・システムは、ドラ イブ・レターによって識別されたように、論理ドライブをロックするケイパビリ ティと共に、物理ドライブ全体を施錠するためにケイパビリティを供給する。 オペレーティング−システム−レベル・パーティション・ロックは、あるコン ピュータでは利用可能でない。そのようなコンピュータでパーティションをマニ ピレートすることにおいて、ユーザは、実行することから全ての非インプリメン ティング・プログラム処理、タスク、ＴＳＲｓ、等を停止すべく命令されるのが 好ましい。即ち、ユーザは、インプリメンティング・プログラムだけが、選択パ ーティション及び提案された変更パーティションを保持するディスクへのアクセ スを有するということを保証（確保）しなければならない。 パワー故障またはコンピュータをリブートさせる他の条件は、オペレーティン グ−システム−レベル・パーティション・ロックを不能にしうるか、及び／又は 選択パーティション及び提案した変更パーティションを保持するディスクをアク セスすることができる非−インプリメンティング・プログラム処理を再開始しう る。従って、施錠（ロッキング）は、また、ここに説明したようにＲＰＩの使用 を通しても供給されるということが好ましい。 ディスクへのＲＰＩの配置によって施錠することは、以下の段階を具備するの が好ましい。まず、フリー・ディスク・セクタは、ディスク２の選択パーティシ ョン内に配置される。ディスク・セクタは、ファイル割り当てテーブルまたは類 似構造を更新することによって割り当てられ、かつ選択パーティションに対する 現行システム・インジケータ５０（図３）値は、新たに割り当てられたセクタの ディスク２に記憶される。 次いで、ディスク２のシステム・インジケータ５０は、選択パーティションに 対応しているパーティション識別子３６がＲＰＩを含むように上書きされる。業 界慣習によれば、オペレーティング・システムは、オペレーティング・システム に対して未知なファイル・システムに関連付けられるパーティションを認識する ことを拒否する。定義により、ＲＰＩは、既知のファイル・システムに全く対応 しないので、ＲＰＩによって通常のシステム・インジケータを置換することは、 選択パーティションをアクセスすることからオペレーティング・システムによっ て定義された制約内で走るオペレーティング・システム及び処理を防ぐ。本発明 のインプリメンティング・プログラムは、そこで制約されない。 それゆえに、本方法の終了前にパワーが故障したならば、オペレーティング・ システムは、選択パーティションを取付けることを一般に拒否しそれゆえに選択 パーティションを自動的に“固定する”ことを試みるのを防ぐ。しかしながら、 インプリメンティング・プログラムは、ＲＰＩの存在によって割込みを検出する 。次いで、インプリメンティング・プログラムは、マニピレーションを適切に終 了するか、またはそれが可能でないならば、インプリメンティング・プログラム は、出る前にさらに一貫的かつ通常の条件に選択パーティションを配置すること を試みる。極端な場合には、インプリメンティング・プログラムは、別の記憶媒 体に複写するために選択ファイルをユーザに抽出させるべくデーター救済段階を とりうる。 ここに説明した好ましい方法では、ファイル・システム・データ構造における 不整合性（不一致性）または選択パーティションの完全性における他のブリーチ を検出するためにかなりの注意がとられる。そこで、検証段階１３８は、パーテ ィション・マニピレーティング段階１４０に先行し、かつ再検証段階１４２は、 マニピレーティング段階１４０に続く。段階１３８及び１４２は、ここで“検証 段階”と集合的に呼ばれる。説明した方法では、検証段階１３８及び再検証段階 １４２は、異なる時間にファイル・システムで実質的に同じテストを実行する。 本発明による代替の方法では、検証段階１３８及び１４２は、それぞれ異なるテ ストを実行しうる。本発明のある方法は、検証段階１３８及び１４２のいずれか または両方を省略する。 検証段階１３８及び１４２の間に実行されたテストは、パーティションに関連 付けられる特定ファイル・システムに依存する；ファイル・システムは、識別段 階１０４の間に識別された。データ損失を防ぐために、テストは、未知のファイ ル・システムで実行されない。しかしながら、ディスク読取りは、“悪いセクタ (bad sectors)”、具体的には、ディスク媒体における欠陥によりまたは（しば しば）ディスク・ドライブ・ハードウェア問題により信頼性がないディスク・セ クタ、に対する未知のファイル・システムに関連付けられたパーティションをテ ストするために用いられうる。 ＦＡＴファイル・システムの完全性をテストすることにおいて検証段階１３８ 及び１４２は、損失したクラスタ、ブート・セクタの不当値(illegal value)、 または（複製コピーが存在するならば）ファイル割り当てテーブルのコピー間の 不整合性（不一致性）を検索しうる。手短に言うと、検証段階は、ＭＳ−ＤＯＳ ディスク・ユーティリティ・プログラムＣＨＫＤＳＫによって概して実行される それらのチェックを一般的に実行しうる。ＨＰＦＳファイル・システムの完全性 をテストすることにおいて、検証段階１３８及び１４２は、Ｆｎｏｄｅｓ間の不 整合（不一致）リンク及びＳｕｐｅｒＢｌｏｃｋまたはＳｐａｒｅＢｌｏｃｋに おける不正値を検査しうるし、かつＯＳ／２ディスク・ユーティリティ・プログ ラムＣＨＫＤＳＫによって概して実行されるそれらのチェックを一般的に実行し うる。ＦＡＴ、ＨＰＦＳ、または他のファイル・システムに関して、検証段階は 、当業者に慣用な方法でまたはここの教示と共同する新規な方法によって実行さ れうる。本方法は、合成変更パーティションが重大なエラーなしで業界標準ＣＨ ＫＤＫＳプログラムをパスするように選択パーティションをサイズ変更するのが 好ましい。これを達成するための規則のあるものをここに示す；他のものは、 当業者によって容易に決定される。 エラーが検証段階１３８または再検証段階１４２によって検出されたならば、 ユーザは、対応する通知段階１４４及び１４６によって知らされる。本方法によ って変更されたディスク２の条件は、次いで可能な程度に復元されかつ方法は、 対応するエキジッティング段階１４８及び１５０の間にディスク２及びＣＰＵの 制御を放棄する。ファイル・システム・データ構造エラーが全く検出されなかっ たならば、選択パーティションは、エキジッティング段階１５２の間に解錠され 、それによって、インプリメンティング・プログラム以外の処理によるアクセス に対してディスク２をオープンする。本方法によって変更されたディスク２の他 の条件も、また、エキジッティング段階１５２の間に、そのような復元がマニピ レーティング段階１４０の所望の結果に一致する程度まで復元される。代替の方 法では、エキジッティング段階１５２の間に実行されたアクションのあるものま たは全ては、また、実行されるか、またはこの後に説明されるようにマニピレー ティング段階１４０の終りで、代わりに実行される。 当業者は、特定のオペレーティング・システムが、インプリメンティング・プ ログラムによってなされたパーティション・テーブルまたはファイル・システム 構造における変化を検出することに失敗しうるということがわかるであろう。そ のような場合には、（段階１４８、１５０、１５２、１７８、２０４、２８２、 ３０４、及び３２２のような）問題のエキジッティング段階は、そのような変化 がオペレーティング・システムによって検出されるようにすぐにリブートするこ とをコンピュータに付勢する。含まれるオペレーティング・システムにより、そ のような変化は、また、リブートよりもシステム・コールを通してオペレーティ ング・システムに知られるようになる。 図７を参照すると、パーティション・マニピレーティング段階１４０は、パー ティション−サイズ変更段階１５４、移動／複写段階１５６、及びクラスタ−サ イズ変更段階１５８を含む。パーティション−サイズ変更段階１５４は、より少 ないかまたはさらに多くの数のディスク・セクタを含むべく選択パーティション をサイズ変更するケイパビリティを供給する。移動／複写段階１５６は、ディス ク２の異なる位置にまたはドライブ４（図１）以外の異なるディスク・ドライブ に装着されたディスクに選択パーティションを移動するかまたは複写するケイパ ビリティを供給する。クラスタ−サイズ変更段階１５８は、ＦＡＴファイル・シ ステムで用いたクラスタ・サイズを変更するケイパビリティを供給する。好まし い実施例では、クラスタ・サイズは、減少または増加することができる。ＦＡＴサイズ変更 パーティション−サイズ変更段階１５４を達成するための一つの方法を示して いるフローチャートが図８に示される。上示したように、段階は、パーティショ ン・サイズ変更が割り込まれる場合におけるデータ損失を防ぐためにとられるの が好ましい。適切な段階は、パーティション−サイズ変更段階と共にチェックマ ーキングまたはジャーナリングのようなディスク復元方法の使用を含む。 バウンド決定段階１６０の間中、“変更パーティション”及び対応“変更クラ スタ・サイズ”の最大及び最小サイズが決定される。ここで用いられたように、 “変更パーティション”は、マニピレーティング段階１４０（図５）によって選 択パーティションから生成されるパーティションである。“変更クラスタ・サイ ズ”は、ＦＡＴファイル・システムを用いる変更パーティションにおける各クラ スタのサイズである。パーティション・サイズ変更及びクラスタ・サイズ変更は 、互いに独立に、または組合せて、選択パーティションで実行されうる。 他のパーティションのように、変更パーティションは、変更パーティションに おけるあらゆるセクタの最も低いセクタ・アドレスを有するディスク・セクタに 対応している“左(left)”エッジ と、変更パーティションにおけるあらゆるセ クタの最も高いセクタ・アドレスを有するディスク・セクタに対応している“右 (right)”エッジとを有する。変更パーティションは、近隣のパーティション・ バウンダリ（境界）または物理ディスク・バウンダリ（境界）のいずれかを越え てその左エッジまたはその右エッジのいずれかを押すために安全に拡張すること ができない。他のパーティション及びディスク２（図２）のエッジは、それゆえ に、変更パーティションの最大サイズを拘束する。 変更パーティションの最小サイズは、少なくとも現行パーティションに記憶さ れたデータのサイズ＋そのデータを編成するために必要なシステム構造のサイズ ＋変更パーティション内のあらゆる悪いセクタの合計サイズである。ＦＡＴパー ティションの最小変更パーティション・サイズは、ルート・ディレクトリによっ て、及びファイル割り当てテーブルによって消費されたディスク空間、及びユー ザ・データによる。本発明は、変更パーティションに現れるべきデータとして現 行パーティションにおける全てのユーザ・データを扱う。しかしながら、ユーザ は、サイズ変更する前に記憶されたデータのサイズを低減するためにファイルを 削除することを決めうる。 また、変更パーティションのサイズは、特定のファイル・システムまたはオペ レーティング・システムによって拘束される。例えば、現行ＦＡＴファイル・シ ステムは、クラスタ・サイズに基づく最大サイズを有する。他の可能な拘束ファ クタは、選択パーティションに現在割り当てられた全てのファイル及びディレク トリの合計サイズ、選択パーティションにおけるサブディレクトリの数、変更パ ーティションにおいて必要な最小自由空間、変更パーティションにおけるファイ ル・システム構成によって消費されうるディスク空間、及び予想されるファイル 成長に対するさらなるファイル・システム割り当てセクタの生成を許容する安全 ファクタを含む。 最小変更クラスタ・サイズは、以下の表１に示す関係により変更パーティショ ンのサイズによって決定される。表１の値は、バイトで示される；１Ｋ＝１０２ ４バイト、１Ｍ＝１０２４²バイト。また、クラスタ・サイズは、クラスタ毎の セクタの数により特定されうる。簡略化のために、ＦＡＴファイル・システムの ここでの説明は、ＦＡＴパーティション内側の５１２バイト論理セクタ・サイズ 及びディスク２（図１）の５１２バイト物理セクタ・サイズを想定する。しかし ながら、当業者は、他のセクタ・サイズを有する本発明を容易に用いる。 また、変更クラスタ・サイズの最小値は、変更パーティションにおける自由空 間の欠如によっても限定される。変更クラスタ・サイズが半分にされる場合、フ ァイル割り当てテーブルの１コピーを保持するために必要な空間は、ファイル割 り当てテーブルが二倍のクラスタ数を保持するために十分に大きくなければなら ないので、二倍である。しかし、一般に、ファイル割り当てテーブルの拡張に必 要な自由空間の量は、パーティション・サイズと比較して比較的小さい。 また、最大変更クラスタ・サイズは、ディスク２の自由空間の量によっても拘 束されうる。クラスタ・サイズの増加は、平均して、各ファイルに、更なる半分 のクラスタを消費させる。そこで、パーティションが１００ファイルを含むなら ば、現行クラスタ・サイズは、２Ｋであり、所望の変更クラスタ・サイズは、４ Ｋであり、かつディスク２は、自由空間の１５０Ｋを有するだけであり、クラス タ・サイズ変更は、試みれば失敗する。不十分な自由空間による失敗の明らかな 危険性が存在するようなこの及び他の情況では、インプリメンティング・プログ ラムは、要求オペレーションを実行することを拒否するのが好ましい。代わりに 、インプリメンティング・プログラムは、ユーザに情況を説明しかつ不要なファ イルがさらなるディスク空間の特定量を解放すべく削除されるということを提案 する。インプリメンテーションが特定のクラスタ・サイズ変更オペレーション または他のオペレーションを試みるべきでない場合、そのようにするならば、ユ ーザ・データを危険な状態にする。 パーティション−サイズ変更段階１５４は、選択パーティションの左側エッジ を移動することによって、その右側エッジを移動することによって、または両方 のエッジを移動することによって実行できる。移動すべきエッジの選択は、ＧＵ １１４（図６）を通してユーザによってまたはインプリメンティング・プログラ ムにおけるデフォルトによって特定されうる。エッジ決定段階１６２は、移動さ れるエッジにより適切なアクションを行う。右側エッジが移動されるならば、既 存システム及びディレクトリ構成の内側のセクタ・アドレスを全く変更する必要 がない。パーティション−サイズ変更段階１５４を実行すべく右側エッジを移動 することは、最も簡単なアプローチでありかつそれゆえに好ましいデフォルトで ある。 サイズ変更が左側エッジを移動することによってまたは両方のエッジを移動す ることによって達成されるべきであるならば、全てのディレクトリ及び他のファ イル・システム構成にリストされた全てのセクタ・アドレスは、それによって選 択パーティションの左側エッジが移動されるディスク・セクタの数に等しい定数 Ｎ_{left edge shift}によって調整されなければならない。左側エッジが左に移 動されるならば、Ｎ_{left edge shift}は、各セクタ・アドレスに加えられなけ ればならない；左側エッジが右に移動されるならば、Ｎ_{left edge shift}は、 各セクタ・アドレスから減算されなければならない。Ｎ_{left edge shift}によ るこの調整は、ここに説明したようにディスク２へのＲＰＩの配置によってパー ティションが復元パーティション・タイプに変更されたときにだけ安全に実行で きる。さもなければ、インプリメンティング・プログラムが調整中に割り込まれ るならば、パーティションのファイル・システム完全性は、妥協されるであろう しかつデータが失われうる。 パーティションの左側エッジが右側エッジの近くに移動されるならば、現行左 側エッジ位置と新たな位置の間の全てのデータ及びファイル・システム構成は、 左側エッジが再配置される前に再び位置決め(relocate)されなければならない。 さらに、変更パーティション内の所定のオフセットに配置されなければならない 重要なブート・セクタ及び他のファイル・システム構成を移動することは、一般 的に必要である。従って、“復元セクタ(recovery sector)”は、以下に説明す るように生成され、かつブート・セクタ及び他の構成は、パーティションの左側 エッジを移動する前に復元セクタに記録された位置でディスクに保存される。 提案された変更ＦＡＴパーティションの第１のディスク・セクタのいずれか一 つが悪いセクタでありかつこれらのセクタが変更パーティション内の所定のオフ セットに配置されなければならない構成を受け取るならば、提案された左側エッ ジは、用いることができない、ということがわかるであろう。さもなければ、主 要ブート・セクタ及び他の必要な構成がそれらの悪いセクタ内に少なくとも部分 的に存在するので、変更パーティションの完全性は、かなり妥協されるであろう ということがわかるであろう。そこで、サイズ決定段階１６４に進む前に、許容 可能な左側エッジ位置を見出すために、二度以上、段階１６０及び１６２を繰り 返すことが必要であろう。 サイズ決定段階１６４は、変更パーティションの開始及び終了物理アドレスを 特定することによって変更パーティションの正確なサイズを決定する。これらの 物理アドレスは、ユーザによって特定された位置に正確に対応しうるか、または それらは、複数のクラスタ・サイズであるパーティション・サイズを達成するた めの調整を反映しうる。サイズ決定段階１６４の終結で、インプリメンティング ・プログラムは、変更パーティションの所望サイズに対する確定値(definite va lue)、及び選択パーティションをサイズ変更するためにどのエッジが移動されな ければならないかという表示(indication)を有する。 選択パーティションは、パーティション−サイズ変更段階１５４の間中に低減 または拡張されうる。パーティションが低減されるならば、選択パーティション のバウンダリの外側のディスク・セクタは、変更パーティションを生成するため に加えられない。選択パーティションが拡張されるならば、選択パーティション の左側エッジの左またはその右側エッジの右にあるディスク・セクタは、変更パ ーティションに含まれる。問い合わせ段階１６６は、低減及び拡張の間を選択す る。 選択パーティションが拡張されているならば、追加されるディスク・セクタは 、 ブロッキング段階１６８中に悪いセクタを捜し出しかつ締め出すためにまずテス トされうる。変更パーティションを生成すべく選択パーティションに加えられる ディスク領域（“新たな領域”）は、次に示すように悪いセクタに対してテスト されうる。まず、新たな領域の第１のセクタから最後のセクタまで順番に各セク タに既知のパターンを書込む。これは、テスト結果をさもなければ無効にしうる あらゆるソフトウェアまたはハードウェア・ディスク・キャッシュをフラッシュ する効果を有する。そして、ちょうど書き込まれたセクタを読み取る。 フラッシング(flushing)は、かなり時間を消費しうるので、テストされるべき セクタがコンピュータのメモリにまだ存在していないということをさもなければ 保証する方法が存在するならば省くべきである。多くのコンピュータ・システム では、まだ選択パーティションの内側にないセクタは、メモリに読み取られてい そうにないので、フラッシングは、要求されない。 次に、フラッシング及び後続の読取りの間に識別された悪いセクタのアドレス のリストまたはテーブルを保守する。悪いセクタは、セクタ書き込みが失敗した ということを示しているインプリメンティング・プログラムにディスク・ドライ ブからエラー・コードによってそのように識別される。ディスク・ドライブ・ヘ ッド２６（図１）を移動するのに費やした時間の量を低減するために、ディスク ・セクタは、この技術分野で知られるように、通し(consecutive order)でアク セスされるのが好ましい。セクタ・アクセス（読取りまたは書込み）が失敗した セクタのアドレスは、悪いセクタのリストに加えられる。結果は、ディスク２の 新たな領域における全ての悪いセクタのコンピュータ・メモリにおける完全なリ ストまたはテーブルである。 本発明の一つの代替の方法によれば、“高速フォーマット(fast format)”フ ラグが設定されたならば、新たなディスク領域における悪いセクタに対するテス トは、省略される。当業者は、この省略が選択パーティションを拡張するために 必要な時間を実質的に減少する傾向にあると同時に、テストを省略することは、 また、ファイル・システム構成が一つ以上の悪いディスク・セクタにおける記憶 位置を割り当てられるという可能性も導入するということがわかるであろう。そ のようなアプローチは、信頼性がなくかつファイル・システムの完全性を危険な 状態にする。従って、妥協は、安全性とスピードの間である。 多くの最新のディスクは、悪いセクタがあまりないかまたは全くないほぼ完全 な媒体(flawless media)を有し、かつ多くのディスク・ドライブは、オペレーテ ィング・システムによるかまたはファイル・システム・ドライブによる直接介入 なしで悪いセクタを再方向変換する(revectoring)ために内部ハードウェア支援 を供給する。そのようなシステムでは悪いセクタに対するテストを省くことから のデータ損失の危険性は、非常に小さい。しかしながら、インプリメンティング ・プログラムは、ディスク・ドライブ４のエージまたは再方向変換ケイパビリテ ィを決定するためにＤＩＰスイッチ設定、メモリ−マップ型ディスク・ドライブ ・レジスタ、または他のハードウェアをアクセスすることができないであろう。 従って、全ての悪いセクタに対するテストを実行することが一般的に好ましい。 最小において、ファイル・システム構成を保持することを標的にされるディスク ２の新たな位置は、悪いセクタを識別しかつ回避することができるようにテスト されるということが好ましい。 生成段階１７０の間、復元セクタは、提案した変更パーティションの最後のセ クタに生成される。完成した復元セクタは、選択パーティションのシステム・イ ンジケータ５０（図３）、（“右側エッジを左側エッジの方向に移動することに よって２００メガバイトから１２７メガバイトにパーティションを縮減する”よ うな）実行されるパーティション・マニピレーションの表示、及びユーザのデー タを保護するために用いられるデータ復元方法のタイプ（型）の情報を含む。パ ーティション・マニピレートの間中、更なる情報は、パワー故障または別の割り 込みの後に方法内の適切な点において方法の再開(resumption)を許容すべく復元 防止方法によって要求されるように復元セクタに記憶される。 変更パーティションの最後のセクタが選択パーティションによって占有される ということが決定されるならば、その最後のセクタのデータは、復元セクタに対 する空間を形成するために別の自由なセクタに移動される。この決定は、どの構 成またはファイルがこの最後のセクタを用いるのかを決定するために全てのファ イル・システム構成及びディレクトリを走査することによってなされる。一度、 最後のセクタを用いている内部ファイル・システム構成が識別されたならば、セ クタは、いずれかに複写されかつ新たな位置を反映すべく適切なファイル・シス テム構成が更新される。これは、用いられるデータ復元方法に協調して達成され るのが好ましい。 調整段階１７２の間に、パーティション・テーブル３２（図２）の内容は、選 択パーティションが拡張されているならば、変更パーティションの大きなサイズ を反映すべく調整される。パーティション・システム・インジケータ５０(図３) は、ＲＰＩで置換され、ＭＳ−ＤＯＳ、ＯＳ／２、及び他の慣用オペレーティン グ・システムに対してパーティションを認識不能にする。パーティション・テー ブルが選択パーティションの左側エッジの近くに配置されるならば、パーティシ ョン・テーブル３２は、変更パーティションの左側エッジの近くのその新たな位 置に同時に移動される。次いで、ブート・セクタは、拡張されたパーティション ・サイズを反映すべくディスク２で更新される。 特性決定段階１７４は、変更パーティションにおけるファイル・システム構成 のサイズ及び位置を決定すべく実行される。ＦＡＴパーティションのサイズ変更 に使用するように構成される、本発明の一つに方法によれば、この段階１７４は 、クラスタ・サイズ変更段階１５８（図７）に関連する全ての内部ＦＡＴファイ ル・システム構成の新たなサイズ及び位置を決定することを含む。 選択パーティションのＦＡＴ構成によって提示された変換基準は、変更パーテ ィション・サイズの見地から可能な程度に従わされる。そこで、変更パーティシ ョン・バウンダリ内に既にある各システム構成は、その構成が変更パーティショ ン内の要求オフセットに配置されない限り、ディスク２の同じ位置に残されるの が好ましい。例えば、ファイル内のほとんどのしかし一般的に全てではないクラ スタは、クラスタ・サイズが増大されるときにその場所に置き去りにされる。 調整段階１７６は、選択パーティションと変更パーティションの間の相違を反 映するために必要なようにファイル・システム構成のサイズ、位置、及び内容を 調整する。クラスタ・サイズが変更される場合にＦＡＴシステム構成をサイズ変 更するための一つの方法は、以下に図１０と共に詳細に説明される。 反復型アプローチは、調整段階１７６の間に用いられるのが好ましい。最初の 試みは、変更パーティションのバウンド（境界）及び問題のファイル・システム の要求事項に一致（整合）する方法で全てのシステム構成を再配置するために行 われる。この最初の試みは、構成の古い位置と新たな位置の間のオーバーラップ によりまたは構成を受け取るのに十分に大きいパーティションにおける連続的な 自由でかつ良いセクタの欠如により失敗しうる。 そのような失敗の場合、移動することができるディスク２のデータ及び他の構 成は、ファイル・システム構成に対して適切で自由な位置を供給すべく移動され 、その後でファイル・システム構成を移動しかつ調整する別の試みがなされる。 再配置されるべき全てのファイル・システム構成を含むために必要なディスク領 域のサイズは、ここの教示の視点から当業者に慣用な技術によって決定される。 次いで、ユーザ・データ領域の内側の一つ以上の連続的領域は、当業者によって 容易に決定される技術を用いてデータを適切にかつ安全に再配置することによっ て選択されかつデータを“クリア”する。サイズ決定、クリアリング、及び調整 段階は、新たにクリアされた領域にファイル・システム構成を再配置することを 終了するために必要なだけ繰り返される。選択パーティションが低減されたなら ば、全てのファイル、ディレクトリ、及び他の構成は、短縮された領域から変更 パーティション内の自由な領域に移動される。これは、マニピレーションの最も 時間を消費する部分ではまれにない。 選択パーティションが拡張されたならば、多くのシステム構成がサイズ変更ま たは移動される必要がないということが可能である。更に、パーティションが低 減されるかまたは拡張されるか（に係わりなく）、ある一定のファイル・システ ム構成が当業者によって容易に決定される技術によって所定の位置でサイズ変更 されうるということがわかるであろう。ファイル・システムの完全性を妥協する ことなく所定の位置に残すことができるシステム構成は、所定の位置に残すのが 好ましい。 エキジッティング段階１７８は、調整段階１７６に続く。エキジッティング段 階１７８が選択パーティションの拡張に続くならば、インプリメンティング・プ ログラムのこのパーティションは、（ａ）一時的に割り当てられたディスク空間 を解放し、かつ(ｂ)適切に、他の処理が実行できる前にそれを呼び出したかまた はリブートを付勢するソフトウェアに制御を戻す。エキジッティング段階１７８ がパーティション・サイズにおける低減に続くならば、低減された変更パーティ ションを越えるデータ領域への全てのファイル割り当てテーブル参照は、除去さ れる。パーティション・テーブル３２（図２）は、より小さなパーティション・ サイズを反映すべく調整される。 選択パーティションが低減されるかまたは拡張されるかに係わりなく、システ ム・インジケータ５０（図３）は、エキジッティング段階１７８の間に置換され る。ＦＡＴパーティションでは、システム・インジケータ５０の初期値は、変更 パーティションに対応する値によって置換され、それは、初期値と同じである必 要はない。例えば、選択パーティションが１２ビットＦＡＴパーティションであ りかつ変更パーティションがサイズにおいて３２メガバイトより小さい１６ビッ トＦＡＴパーティションであるならば、１２ビットＦＡＴファイル・システムの システム・インジケータ５０は、サイズにおいて３２メガバイトよりも小さい１ ６ビットＦＡＴファイル・システムのシステム・インジケータ５０によって置換 される。 パーティションが低減されるような場合におけるエキジッティング段階１７８ のクリーン・アップの一部として、本発明によるある方法は、悪いセクタではな くかつまだ割り当てられるパーティションの短縮された領域におけるあらゆるセ クタをチェックする。そのようなセクタが見出されたならば、インプリメンティ ング・プログラムは、パーティション・テーブル３２（図２）を変更しない。代 わりに、ユーザは、選択パーティションが低減できないということを知らされ、 かつ制御は、呼出し環境に戻される。この情況は、選択パーティションの自由空 間の全てまたはほとんどが低減によって自由にされる場合または選択パーティシ ョンに多くの悪いセクタが存在する場合に生じうる。ＨＰＦＳサイズ変更 パーティション−サイズ変更段階１５４を達成するための別の方法を説明して いるフローチャートが図９に示される。方法の部分は、ＨＰＦＳファイル・シス テムに特に適用し、方法の他の部分は、種々のファイル・システムのいずれかを 用いるパーティションをサイズ変更することにおいて有用である。 再構築されているパーティションに含まれたファイル・システムのタイプに係 わりなく、段階は、サイズ変更が割り込まれる場合のデータ損失を防ぐためにな されるのが好ましい。これらの段階は、サイズ変更段階１５４と共にデータ復元 方法の使用を含みうる。 バウンド決定段階２６０の間中に、変更パーティションの最大及び最小サイズ が決定される。他のパーティション及びディスク２（図１）のエッジは、変更パ ーティションの最大サイズを拘束する。更に、ＯＳ／２オペレーティング・シス テムは、シリンダ番号１０２３を越えて拡張しないパーティションからだけ安全 にブートすることができる。これら及び他の限定は、当業者に慣用である。 決定段階２６０の間中の最小変更パーティション・サイズの決定は、あるもの が変更パーティションに含まれたファイル・システムのタイプに依存するような 、複数のファクター（要因）を考慮に入れる。考慮したファクターは、選択パー ティションに現在割り当てられた全てのファイル及びディレクトリの合計サイズ 、選択パーティションにおけるサブディレクトリの数、変更パーティションに必 要な最小自由空間、変更パーティションにおいてファイル・システム構成によっ て消費されるであろうディスク空間、及び安全ファクターを一般的に含む。 安全ファクターは、さらなるファイル・システム割り当てセクタの生成を許容 すべく供給される。ＨＰＦＳパーティションに対する安全ファクターを決定する 一つの方法は、次の段階を備えている。インプリメンティング・プログラムは、 ユーザに質問することによってかまたはインプリメンティング・プログラムのデ フォルトを通して所望の安全ファクターを決定する。ユーザは、予想されるファ イル成長に対する更なる空間を許容すべく増大した安全性ファクターを特定しう る。逆に、ファイル成長に対する空間を許容する必要性がないならば、安全性フ ァクターは、他のパーティションによる使用に対して利用可能なようにディスク ・セクタを自由のままにすべく減少されうる。 インプリメンティング・プログラムは、また、最小受容可能安全性ファクター も決定する。ＨＰＦＳパーティションに対する最小受容可能安全性ファクターは 、大きさが１００メガバイト以下のパーティションに対して合計パーティション ・サイズの少なくとも２％でありかつ大きいパーティションに対して少なくも２ メ ガバイトである。小さな安全性ファクターを用いることは、安全性ファクターに ついてＯＳ／２オペレーティング・システムによってなされた想定に矛盾しかつ データ損失を結果として生じうる。 更に、インプリメンティング・プログラムは、選択パーティションのビットマ ップの全てを試験しかつ自由ディスク・セクタの総数それゆえに現行自由空間（ セクタ毎にバイトによって乗算された自由セクタの数）を取得すべく全てのセッ ト・ビット(set bits)（その値が１に等しいそれぞれのビット）を計数する。そ して、インプリメンティング・プログラムは、安全性ファクターとして最小受容 安全性ファクター及び所望の安全性ファクターの最大を用いる。 エッジ決定段階２６２は、移動されるエッジにより適切なアクションを取る。 右側エッジが移動されるならば、既存システム及びディレクトリ構成の内側のセ クタ・アドレスは、全く変更される必要がない。サイズ変更段階１５４を実行す るために右側エッジを移動することは、最も易しいアプローチでありそれゆえに 好ましいデフォルトである。 サイズ変更が左側エッジを移動することによってかまたは両方のエッジを移動 することによって達成されるならば、全てのディレクトリ及び他のファイル・シ ステム構成にリストされる全てのセクタ・アドレスは、先に説明した定数Ｎ_{left edge shift} によって調整されなければならない。 ＨＰＦＳパーティションでは、左側エッジが右側エッジの近くに移動されるな らば、現行左側エッジ位置と新たな位置の間の全てのデータ及びファイル・シス テム構成は、左側エッジが再配置される前に再位置決めされなければならない。 全ての場合において、重要ブート・セクタ、SuperBlock及びSpareBlockが全ての ＨＰＦＳパーティションの前方に位置決めされるので、以下に説明するように、 復元セクタが生成され、かつブート・セクタ、SuperBlock、及びSpareBlockがパ ーティションの左側エッジを移動する前に復元セクタに記録された位置でディス クに保存される。非ＨＰＦＳファイル・システムで本発明を実行する場合、変更 パーティション内の所定のオフセットに配置されなければならないファイル・シ ステム構成は、ＨＰＦＳブート・セクタ、SuperBlock及びSpareBlockの扱いと同 様な方法で扱われる。 提案した変更ＨＰＦＳパーティションの最初の２０ディスク・セクタのいずれ か一つが悪いセクタであったならば、提案した左側エッジは、用いることができ ないということがわかるであろう。さもなければ、変更パーティションの完全性 は、主要ブート・セクタ、SuperBlock、及びSpareBlockがそれらの最初の２０セ クタ内に存在しなければならないので、かなり妥協されるであろう。それゆえに 、サイズ決定段階２６４へ進む前に受容可能な左側エッジ位置を見出すために二 度以上、段階２６０及び２６２を繰り返すことが必要であろう。そのような繰り 返しは、また、変更パーティション内の所定のオフセットに配置されなければな らない構成を含む非ＨＰＦＳパーティションに対しても必要であろう。 サイズ決定段階２６４は、変更パーティションの開始及び終了物理アドレスを 特定することによって変更パーティションの正確のサイズを決定する。これらの 物理アドレスは、ユーザによって特定された位置に正確に対応しうるか、または それらは、トラック毎のセクタ数のような多数のあるファイル−システム−特定 またハードウェア−特定ファクターであるパーティション・サイズを達成するた めに調整を反映しうる。パーティションが一つよりも大きいある整数の正確な倍 数であるセクタ数を含むファイル・システム要求事項は、“クラスタリング”要 求事項とここで表す。サイズ決定段階２６４の結論では、インプリメンティング ・プログラムは、変更パーティションの所望のサイズに対するある一定の値、及 び選択パーティションをサイズ変更するためにどのエッジが移動されなければな らないかという表示を有する。 それが含むファイル・システムのタイプに係わりなく、選択パーティションは 、サイズ変更段階１５４の間中に低減または拡張されうる。問い合わせ段階２６ ６は、低減と拡張の間を選択し、それゆえに、図９において２６８から２７６で ラベル付けされた、ある一定の更なる段階が、サイズ決定段階２６４の後になさ れたかどうかを決定する。 選択パーティションが拡張されるならば、追加されるディスク・セクタは、ブ ロッキング段階２６８の間中に悪いセクタを捜し出しかつ締め出すためにまずテ ストされるであろう。変更パーティションを生成すべく追加された新しいディス ク領域は、段階１６８に関して上述したように悪いセクタに対してテストされう る。 ＨＰＦＳパーティション用に構成された本発明の一つの代替方法によれば、Sp areBlockの内側のFAST FORMATフラグが設定されたならば、新たなディスク領域 における悪いセクタに対するテストは、省かれる。上述したように、類似のフラ グは、他のファイル・システム用に構成された代替方法で用いられうるし、かつ トレードオフは、安全性とスピードとの間である。 生成段階２７０の間中、復元セクタは、提案した変更パーティションの最後の セクタで生成される。復元セクタは、特定のファイル・システム（ＨＰＦＳ及び ＦＡＴ）に関して説明されるが、当業者は、どのような類似の復元セクタが他の ファイル・システムに対して生成されるがわかるであろう。終了した復元セクタ は、選択パーティションのシステム・インジケータ５０（図３）を含み、かつパ ーティション・マニピレーションの表示は、（“右側エッジを左側エッジの方向 に移動することによってパーティションを２００メガバイトから１２７メガバイ トに縮減すること”のように）実行され、かつデータ復元方法のタイプに情報は 、ユーザのデータを保護するために用いられる。パーティション・マニピレート の間中、さらなる情報は、パワー故障または別の割り込みの後で方法内の適切な 点における方法の再開を許容すべく復元予防方法によって要求されるように復元 セクタに記憶される。ＨＰＦＳ復元セクタは、また、SuperBlock及びSpareBlock システム・セクタのアドレスも保持する。 変更パーティションの最後のセクタが選択パーティションによって占有される ということが決定されたならば、復元セクタに対する空間を作るためにその最後 のセクタのデータは、別の自由なセクタに移動される。この決定は、この構成ま たはファイル・システムがこの最後のセクタを用いるかを決定するために全ての ファイル・システム構成及びディレクトリを走査することによってなされる。一 度最後のセクタを用いて内部ファイル・システム構成が識別されたならば、セク タは、どこかに複写されかつ適切なファイル・システム構成が新たな位置を反映 すべく更新される。これは、用いられるデータ復元方法と協同して達成されるの が好ましい。 調整段階２７２の間中、パーティション・テーブル３２（図２）の内容は、変 更パーティションの大きなサイズを反映すべく調整される。同時に、パーティシ ョン・システム・インジケータ５０（図３）は、ＲＰＩによって置換され、パー ティションをＭＳ−ＤＯＳ、ＯＳ／２、及び他の慣用オペレーティング・システ ムに対して認識不能にする。パーティション・テーブルが選択パーティションの 左側エッジの近くに配置されるならば、パーティション・テーブル３２は、変更 パーティションの左側エッジに近いその新たな位置へ同時に移動される。パーテ ィションがＨＰＦＳファイル・システムを含むならば、ブート・セクタ及び他の ＨＰＦＳ構成は、まだ調整されない。 ビットマップ生成段階２７４の間中、ビットマップまたは類似セクタ割り当て 構成は、変更パーティションのファイル・システムとコンパチブルな構成で、デ ィスク２の新たな領域に対して必要により生成される。これらのビットマップは 、変更パーティションのどのディスク・セクタが自由であり、かつどれが割り当 てられるか、を識別する。選択パーティションの左側エッジが移動されたならば 、本発明の一つの代替方法は、また、それらがそれらの対応データ・バンド(dat a bands)の最初または最後のセクタのいずれかに存在するまで、ＨＰＦＳビット マップもシフトする。 ＨＰＦＳパーティションでは、新たなビットマップ位置は、間接リストに加え られ、かつリストは、ディスク２で更新される。選択パーティションが低減され るならば、それらがディスクの重要なデータまたは他のファイル・システム構成 をポイントしうるので、超過ビットマップは、まだ除去されない。次いで、Supe rBlock及びブート・セクタは、更新段階２７６の間中に拡張されたパーティショ ン・サイズを反映するためにディスク２で更新される。 サイズ決定段階２７８は、変更パーティションにおけるファイル・システム構 成のサイズ及び位置を決定すべく実行される。ＨＰＦＳパーティションのサイズ 変更用に構成される、本発明の一方法によれば、この段階２７８は、全ての内部 ＨＰＦＳシステム構成の新たなサイズ及び位置を決定することを含む。選択パー ティションにおけるＨＰＦＳ構成によって示された配置規則(placement convent ions）は、変更パーティション・サイズの視点から可能な程度に従われる。それ ゆえに、変更パーティション・バウンダリ内に既にある各システム構成 は、ディスク２の同じ位置にそのまま残されるのが好ましい。 調整段階２８０は、選択パーティションと変更パーティションの間の相違を反 映するために必要なようにファイル・システム構成のサイズ、位置、及び内容を 調整する。選択パーティションにおいて見出されたファイル・システムのタイプ に係わりなく、反復的アプローチは、この調整段階２８０の間中に用いられうる 。最初の試みは、問題のファイル・システム及び変更パーティションのバウンド と一致（整合）する方法で全てのシステム構成を配置変更するためになされる。 この最初の試みは、構成の古い位置と新たな位置の間のオーバーラップによりま たは構成を受け取るために十分に大きいインプリメンテーションパーティション における連続的自由空間の欠如により失敗しうる。そのような失敗の場合には、 移動することができるディスク２のデータ及び他の構成は、ファイル・システム 構成に対して適切な自由位置を供給すべく移動され、その後、別の試みがファイ ル・システム構成を移動しかつ調整するために行われる。 選択パーティションが拡張されたならば、多くのＨＰＦＳシステム構成が再構 成または移動される必要がない。更に、パーティションが低減されるかまたは拡 張されるか（に係わらず）、それは、当業者によって容易に決定された技術によ ってある一定のＨＰＦＳ構成がその場所でサイズ変更されうるということがわか るであろう。同様に、非ＨＰＦＳファイル・システムに対して、ファイル・シス テムの完全性を妥協することなくその場所に残すことができるシステム構成は、 その場所に残されるのが好ましい。 調整段階２８０中に、まず最も大きい構成で開始するのが一般的にベストであ る。ＨＰＦＳシステム構成をサイズ変更する一つの方法は、次の段階を備えてい る。最初に、その現行サイズ及び位置が受容可能でないかぎり、現行ディレクト リ・バンドを調整する。現行バンド・サイズが低減されなければならないならば 、ディレクトリ・バンドに割り当てられたセクタの数を低減する。ディレクトリ ・ブロックによって占有されておらずかつ悪いセクタ・リストにリストされてい ない解放部分におけるセクタを自由にする。これらのセクタは、両方のセクタ・ ビットマップ及びディレクトリ・バンド・マップにおける適切なビットをクリア することによって自由にされる。新たにサイズされたディレクトリ・バンドが、 Ｈ ＰＦＳ構成配列規則に従ってディレクトリ２のその現行位置に残ることができる ならば、ディレクトリ・バンドのサイズ変更が達成された。 さもなければ、ディレクトリ・バンドに対して十分に大きい変更パーティショ ンのどこかに自由位置が存在するならば、新たな空間が割り当てられかつバンド 全体がその位置に複写される。SuperBlockのディレクトリ・バンド・ポインタは 、よって調整される。古い位置は、悪いセクタ・リストにリストされたセクタ以 外には自由とマークされ、かつ問題のバンドのサイズ変更は、終了する。 自由な位置がなければ、ＨＰＦＳディレクトリ・バンドは、現行最終ディレク トリ・ブロックに対応している単一ディレクトリ・ブロックに低減される。次い で、ディレクトリ・バンドを保持するために適切な領域は、変更パーティション におけるディスク２の別の部分から自由にされる。低減されたバンドは、自由に された領域において再構築されかつ可能な限りに多くのディレクトリ・ブロック がそれに複写される。 ディレクトリ・バンドは、拡張されなければならないならば、初期チェックは 、バンドがその場所で拡張することができるどうかを決定すべくなされる。適切 な連続空間が利用可能であれば、バンドは、その場所で拡張される。適切な空間 が利用可能でないならば、拡張を収容するために十分に大きな領域は、現行ディ レクトリ・バンド位置に対して連続なディスク・セクタからデータまたはシステ ム構成を適切にかつ安全に除去することによって自由にされ、かつバンドは、そ の領域に拡張される。代替的に、バンド全体は、変更パーティション・バウンダ リ内の適切なサイズの新たな領域にコピーされ、その後にバンドがその場所で適 切に拡張される。 次に、ＨＰＦＳスペア・ディレクトリ・ブロック・リストがチェックされる。 パーティション・サイズ変更オペレーションによって変更パーティションの外側 に残されたスペア・ディレクトリ・ブロックに対する変更パーティション内の位 置を取得することが可能でありうる。必要であれば、ユーザ・データは、変更パ ーティション内の十分に大きな連続的空間を自由にすべく移動されうる。 次いで、ホット−フィックス(hot-fix)・セクタのＨＰＦＳリストが試験され る。選択パーティションが拡張されるならば、さらなるセクタが拡張によって加 えられた新たな領域のセクタのプールから必要により割り当てられる。選択パー ティションが低減されるならば、エントリは、リストのテール・エンドから除去 されかつ変更パーティションのバウンダリの外側のホット・フィックス・セクタ は、配置変更される。 そして、他のＨＰＦＳファイル・システム構成が調整される。最後のビットマ ップは、クラスタリング要求事項を充たすために必要であれば、移動される。選 択パーティションが低減されるならば、余分なビットマップは、まだ除去されな い。しかしながら、変更パーティションの部分でない悪いセクタは、悪いセクタ ・リストから除去される。 上記段階の間中または非ＨＰＦＳファイル・システムに対して実行された類似 の段階中にファイル・システム構成が適切な位置に位置変更されなかったならば 、含まれるファイル・システムのタイプに係わりなく、次の段階が行われる。位 置変更されるべき全てのファイル・システム構成を含むために必要なディスク領 域のサイズは、決定され、かつユーザ・データ領域の内側の一つ以上の連続領域 が選択されかつ上述したようにデータがクリアされる。サイズ決定、クリアリン グ、及び調整段階は、新たにクリアされた領域にファイル・システム構成を配置 変更することを終了するために必要なように繰り返される。選択パーティション が低減されるならば、全てのファイル、ディレクトリ、及び他の構成は、短縮さ れた領域から変更パーティション内の自由な領域に移動される。 エキジッティング段階２８２は、調整段階２８０の後に続く。エキジッティン グ段階２８２が選択パーティションの拡張の後に続くならば、インプリメンティ ング・プログラムのこの部分は、適当に、（ａ）一時的に割り当てられたディス ク空間を解放し、かつ（ｂ）他の処理が実行できる前にそれを呼出すかまたはリ ブートを付勢（強制）するソフトウェアに制御を戻す。エキジッティング段階２ ８２がパーティション・サイズにおける低減の後に続くならば、低減された変更 パーティションを越えたデータ領域に対する全てのビットマップは、ビットマッ プ・リストから除去される。パーティション・テーブル３２（図２）は、小さい パーティション・サイズを反映すべく調整される。ＨＰＦＳパーティションの低 減の場合には、SuperBlock及びブート・セクタは、変更パーティション・サイ ズを反映すべく同時に調整される。 選択パーティションが低減されたかまたは拡張されたかに係わりなく、システ ム・インジケータ５０（図３）は、ＨＰＦＳファイル・システムに対応する値の ような、その初期値にエキジッティング段階２８２の間中に復元される。ディレ クトリ及び他のファイル・システム構成に対するＨＰＦＳバック・ポインタにお いて延期された調整は、また、このときに行われるのが好ましい。 パーティションが低減されるべき場合におけるエキジッティング段階２８２の クリーン・アップ部分の一部として、本発明によるある方法は、悪いセクタでな くかつまだ割り当てられている選択されたがまだ低減されていない(selected-bu t-not-yet-reduced)パーティションにおけるセクタをチェックする。そのような セクタが見出されたならば、インプリメンティング・プログラムは、パーティシ ョン・テーブル３２（図２）を変更しないが、代わりに、ユーザに知らせてかつ 呼び出している環境に制御を戻す。この情況は、選択パーティションにおける自 由空間の全てまたはほとんどが低減によって自由にされた場合かまたは多くの悪 いセクタが選択パーティションに存在する場合に発生しうる。ＦＡＴクラスタ・サイズ変更 当業者は、パーティション・サイズ変更なしでクラスタ・サイズ変更する一つ の方法が段階１６２における選択パーティションの位置への変更及び段階１７２ におけるパーティション・テーブル３２への対応する変更を省くということがわ かるであろう。図１０は、図７に示したパーティション−サイズ変更段階１５４ のコンテキストに用いられうる、クラスタ−サイズ変更段階１５８を達成する別 の方法を示す。 特性決定段階１８２の間中、ファイル割り当てテーブルの各クラスタ番号によ って占有される記憶空間のサイズ（一般的に現行ＦＡＴファイル・システムにお ける１２ビットまたは１６ビット）、変更パーティションのサイズ、変更パーテ ィション・ブート領域のサイズ、変更パーティション・ルート・ディレクトリの サイズを含んでいる、変更ＦＡＴパーティションのある一定の特性が決定される 。ファイル割り当てテーブル、ブート・セクタ、及びルート・ディレクトリによ っ て占有される空間は、“システム領域”である。“データ・クラスタ領域”は、 システム領域の外側の変更パーティションにおけるディスク２の残りの空間であ る。データ・クラスタ領域は、現在使用されていないが将来の成長のためにリ確 保されたディスク領域を含みうる。 ＦＡＴパーティションのシステム構成のサイズは、通常、３５セクタ（一つの ブート・セクタ、一つのセクタ毎にファイル割り当てテーブルの二つのコピー、 及び３２セクタを要求している５１２エントリ・ルート・ディレクトリと想定す る）から５４５セクタ（一つのブート・セクタ、それぞれ２５６セクタの最大サ イズにおけるファイル割り当てテーブルの二つのコピー、及び３２セクタを要求 している５１２エントリ・ルート・ディレクトと想定する）の範囲である。しか しながら、より大きなルート・ディレクトリ、より大きなブート領域、またはフ ァイル割り当てテーブルの三つ以上のコピーの選択パーティションにおける存在 により、ＦＡＴシステム構成のサイズは、さらに大きいであろう。従って、イン プリメンティング・プログラムは、ユーザにおおよそ２８０Ｋプラス、変更パー ティションに対する自由空間においてディスク２の一つのクラスタのサイズを常 に有することを必要としうる。そのような安全バッファは、選択パーティション がサイズ変更される場合にシステム領域をサイズ変更するための空間を供給する 。 オペレーティング・システムからの支援、またはその知識なしにＦＡＴファイ ル・システムをマニピレートする場合にＦＡＴファイル・システム・パーティシ ョンにおけるディスク空間を確保するために、本方法は、この後に示すクラスタ 確保方法を用いうる。その“固定することができる(fixable)”クラスタ確保方 法は、ある一定のクラスタ・エントリを値ゼロよりも値１に設定する。 変更パーティション全体における及びそのデータ領域におけるデータ・クラス タの数は、段階１８２及び後続パラメータ決定段階１８４の間中に決定される。 データ・クラスタの合計数（全てのシステム構成のサイズが段階１８２、１８４ の間中に決定された後に計算された）が４０８５クラスタよりも大きいならば、 各クラスタ・エントリは、各ファイル割り当てテーブルにおいて２バイトの空間 を必要とする。さもなければ、各クラスタ・エントリは、各コピーにおいて１. ５バイトの空間を必要とする。 一般的に、一つのブート・セクタは、ＦＡＴファイル・システムによって確保 される。本方法は、その値がなんであれ、選択パーティションと同じ数の確保さ れたセクタを有している変更パーティションを生成する。ＦＡＴシステム構成が 低減または拡張されることを必要とするならば、全てのファイル・システム構成 に割り当てられたセクタの合計数は、クラスタ・サイズの整数倍によってのみ調 整されなければならない。この規則に従うことは、あるシステム構成をパッディ ングすることまたは確保された領域またはルート・ディレクトリを縮減すること を必要としうるが、しかし、そのような変更のサイズは、ディスク空間の１クラ スタ未満に限定される。この規則は、ディスク２（図１）の現行クラスタ位置合 わせを保守することを望みことから生起されそして全ての使用データ・クラスタ の主要再構成を防ぐ。クラスタ位置合わせを保存するためにパッディングが要求 される場合、確保されたブート・セクタ領域よりもルート・ディレクトリがパッ ドされるということが好ましい。ある古いＦＡＴ−特定ディスク・ユーティリテ ィは、一つのブート・セクタだけが確保されるということを想定する；さらなる ブート・セクタを確保することは、そのようなユーティリティがその後に続いて 用いられるならば、データ損失の原因になりうる。 変更パーティションのルート・ディレクトリの（セクタにおける）最小サイズ 及びそのルート・ディレクトリの最小所望サイズは、また、特定決定段階１８２ の間中に決定される。所望のサイズは、最小サイズ以上でなければならない。標 準ＭＳ−ＤＯＳユーティリティによってフォーマットされたほとんどのＦＡＴパ ーティションは、３２の５１２バイト・ディスク・セクタを正確に充填している 、５１２ディレクトリ・エントリを含む。 しかしながら、本方法の下では、ルート・ディレクトリは、３２セクタを越え て拡張されうる。同様に、選択ＦＡＴパーティションのルート・ディレクトリは 、３２よりも多いディスク・セクタをカバーしかつそのエンド・セクタのあるも のは使用されないで、それは、より少ないセクタをカバーすべく低減されうる。 ルート・ディレクトリのセクタの数は、一般的に用いられるオペレーティング・ システムをテストすることによって確立されたバウンド内に維持されるべきであ る。例えば、ルート・ディレクトリ・セクタの数は、ＯＳ／２オペレーティング ・シ ステムの下では３２から６４セクタの範囲にあるのが好ましく、かつＤＯＳオペ レーティング・システムの下では３２から９６セクタの範囲にあるのが好ましい 。あるユーザは、３２セクタを最小値にすることを欲しうる。 パラメータ決定段階１８４の間中に、ファイル割り当てテーブルの各コピーを 保持するために必要なセクタの数が決定される。各ファイル割り当てテーブルは 、全てのクラスタ・エントリを保持するために正確に十分なセクタを含むのが好 ましい。あまりにも少ないセクタが割り当てられたならば、データは、失われる 。あまりにも多くのセクタが割り当てられたならば、変更パーティションは、Ｏ Ｓ／２または別のオペレーティング・システムによって使用不能なようにされう る。 段階１８２、１８４の間中になされた決定を達成する一つの方法は、当業者に よって容易に理解される形式で以下に示す。全ての計算は、特に指定の無い限り 、各段階で整数短縮されるべきである： Ｉ． ファイル割り当てテーブル・セクタ毎のクラスタ・エントリの数 を決定する。５１２バイト・セクタに対して、１６ビット・ファイル割り当てテ ーブルは、セクタ毎に２５６エントリを保持し（１６ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ ＥＮ ＴＳは、２５６である）、かつ１２ビット・ファイル割り当てテーブルは、セク タ毎に３４１と１／３エントリを保持する（１２ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ ＥＮＴＳ は、３４１と１／３である）。全てのファイル割り当てテーブルに対する最初の 二つのクラスタ・エントリは、システムによって常に用いられかつ確保されると いうことに注目する。 ＩＩ． ＯＬＤ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴを選択パーティション の最初のデータ・セクタの論理セクタ・アドレスに設定する。 ＩＩＩ． ＴＯＴＡＬ ＳＥＣＴＳを特性決定段階１８２または１７４で決 定されたように変更パーティションのセクタの合計数に設定する。 ＩＶ． ＢＯＯＴ＿ＳＥＣＴＳを特性決定段階１８２または１７４で決定 されたように確保されたブート・セクタの数に設定する。 Ｖ． ＲＯＯＴ ＳＥＣＴＳを特性決定段階１８２または１７４で決定 されたように変更パーティションのルート−ディレクトリ・セクタの数に設定す る。 ＶＩ． ＦＡＴ＿ＳＥＣＴＳをゼロに設定する。 ＶＩＩ． ＳＥＣＴＳ ＰＥＲ ＣＬＵＳＴを選択パーティションのクラス タ・サイズに設定する。 ＶＩＩＩ．ＮＵＭ ＦＡＴＳをディスクで保守されたファイル割り当てテー ブルのコピーの数に設定する。 ＩＸ． ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ、ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＳ、及びＮＥＷ ＦＩ ＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴを計算するために次のループを４回続ける。適切な 値への収束は、ループの第２の反復の終りによってしばしば生ずるが、特別な場 合は、適切な収束をテストするために第３のループ反復を必要とし、かつ第４の ループ反復は、全ての場合において収束を保証する。ループの各反復の終りで、 ＦＡＴ＿ＳＥＣＴＳ、ＮＵＭ＿ＣＬＵＳＴＥＲＳ、及びＮＥＷ ＦＩＲＳＴ Ｄ ＡＴＡ ＳＥＣＴの値を記録する。 Ａ． ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ＝ＢＯＯＴ ＳＥＣＴＳ ＋ＲＯＯＴ ＳＥＣＴＳ＋（ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ×ＮＵＭ ＦＡＴＳ）。次のよ うにＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴを現行クラスタ・アライメントに 位置合わせする（これは、ルート・ディレクトリを潜在的に拡張する効果を有す る）： １． ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴがＯＬＤ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴよりも大きいならば： ａ） ＤＩＦＦ＝ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ −ＯＬ Ｄ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ． ｂ） （ＳＥＣＴＳ ＰＥＲ ＣＬＵＳＴ − （ＤＩＦＦ／ＳＥＣ ＴＳ ＰＥＲ ＣＬＵＳＴの残り））をＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣ Ｔに加える。 ２． Ｅｌｓｅ ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴがＯＬＤ＿ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴよりも小さいならば： ａ） ＤＩＦＦ＝ＯＬＤ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ −ＮＥ Ｗ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ． ｂ） （ＤＩＦＦ／ＳＥＣＴＳ ＰＥＲ ＣＬＵＳＴの残りをＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴに加える。 Ｂ． ＤＡＴＡ ＳＥＣＴＳ＝ＴＯＴＡＬ ＳＥＣＴＳ ＮＥＷ ＦＩＲ ＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ． Ｃ． ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳ＝ＤＡＴＡ ＳＥＣＴＳ／ＳＥＣＴＳ ＰＥＲ ＣＬＵＳＴ． Ｄ． ＦＡＴ ＳＥＣＴＳに対する新たな値を決定する。この計算に対し て、部分セクタがファイル割り当てテーブルに対して割り当てられなければなら ないので、数字は、切り上げられなければならない。次のようにこれを行う： １． ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳが４０８５より大きいならば、ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ＝（ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳ＋２＋１６ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ＿Ｅ ＮＴＳ−１）／１６ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ ＥＮＴＳ． ２． ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳが４０８５より小さいかまたは等しい ならば、ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ＝（ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳ＋２＋１２ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ ＥＮＴＳ−１）／１２ＢＩＴ ＣＬＵＳＴ ＥＮＴＳ． Ｅ． 段階ＩＸの最初の部分に関して上記したようにＦＡＴ ＳＥＣＴＳ 、ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳ、及びＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴに 対する値を記録する。 Ｘ． 段階ＩＸループが終了する場合、第４の反復からのＦＡＴ ＳＥ ＣＴＳの値を第３の反復からのＦＡＴ ＳＥＣＴＳの値と比較する。 Ａ． 値が等しいか、または第４の反復の値が二つの値の低い方であれば ＦＡＴ＿ＳＥＣＴＳ、ＮＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳ、及びＮＥＷ ＦＩＲＳＴ Ｄ ＡＴＡ ＳＥＣＴの第４の反復値を用いる； Ｂ． さもなければ、段階ＩＸループの第３の反復の終りでそれらの対応 値をこれらの変数に割り当てる。 ＸＩ． ＲＯＯＴ＿ＳＥＣＴＳ＝ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣ Ｔ−（ＢＯＯＴ ＳＥＣＴＳ＋(ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ×ＮＵＭ ＦＡＴＳ)）．Ｎ ＵＭ ＣＬＵＳＴＥＲＳクラスタが選択パーティションからの全てのユー ザ・データを保持しないならば、ユーザに通知しかつ出る。ディスクに対してフ ァイル・システム・パラメータ変更がまだ完遂されていないということに注目す る。説明した段階は、コンピュータのＲＡＭにおいて実行された。 チェッキング段階１８６は、悪いセクタとして先に識別されたセクタが提案し た変更パーティションのシステム領域内に存在しないということを保証する（ブ ート・セクタ、ルート・ディレクトリ、及びファイル割り当てテーブル）。選択 パーティションの悪いセクタ・リストにおけるその存在によってかまたはブロッ キング段階１６８の間中のディスク・ドライブ４（図１）からのエラー・コード の存在によって、提案した変更ＦＡＴパーティションのシステム領域内のＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴの前にアドレスを有しているセクタが悪いと 識別されたならば、インプリメンティング・プログラムは、選択パーティション を著しく変更せずにユーザに警告しかつ出るべきである。 選択段階１８８は、クラスタ・サイズにおける増加とクラスタ・サイズにおけ る減少の間で選択する。クラスタ・サイズに対する変更は、表１によって、ファ イル・システム完全性を保存することの必要性によって、及び本発明の教示によ って拘束される。 クラスタ・サイズが増加されるならば、クラスタを隣接しているクラスタと連 続にするために、適切な位置合わせ（アライメント）を達成するために、及び／ 又は小さなクラスタが安全に拡張することができるように十分な自由空間を得る ために、位置合わせ段階１９０の間中にディスク２についてクラスタを移動する ことは、必要でありうる。クラスタを移動する方法の説明は、ここのどこかに供 給される。 位置合わせ段階１９０の間中に、選択パーティションの各“クラスタ・チェー ン”は、４つの条件に準拠すべく調整される。“クラスタ・チェーン”は、所与 のファイルまたはサブディレクトリに属する全てのクラスタの一組である。Ｎが 選択パーティション・クラスタ・サイズによって分割された変更パーティション ・クラスタ・サイズを表すならば、各クラスタ・チェーンは、次の拘束に一致す べく位置合わせされる： １．チェーンの最初のクラスタから開始して、Ｎクラスタの各グループは、上 昇する順番に逐次番号付けられる。 ２．チェーンの最初のクラスタから開始して、Ｎクラスタの各グループは、デ ィスク２に連続的に記憶される。 ３．Ｎクラスタの各グループの開始は、変更クラスタ・サイズの正確な倍数で あるデータ・クラスタ領域の開始からのオフセットに位置決めされる。 ４．チェーンにおけるクラスタの最後のグループは、Ｎクラスタよりも少なく 含みうる。しかしながら、この最後のグループは、また、上記拘束１−３におけ る番号付け、記憶、及び位置の要求事項も満足する。 例えば、選択パーティション・クラスタ・サイズが２Ｋでありかつ変更パーテ ィション・クラスタ・サイズが４Ｋであるならば、２Ｋクラスタのペアは、残り のクラスタまたはクラスタ・チェーンの終りに到達するまで、４Ｋクラスタを形 成すべく、ファイルまたはサブディレクトリの始めから逐次開始されて、組み合 わされる。 悪いセクタの存在により“悪い”と現在マークされる選択パーティションのク ラスタは、また、更新段階１９２の間中に変更パーティションにおいても悪いと マークされる。これは、ここに開示された方法により当業者によって容易に達成 される。 クラスタ・サイズが低減されるならば、新たな小さいクラスタは、既に適切に 位置合わせされかつ一般的に移動される必要がない。しかしながら、変更パーテ ィションの拡張ファイル割り当てテーブルまたはルート・ディレクトリによって オーバーレイされるであろうクラスタは、移動段階１９４の間中に移動される。 移動は、ここで説明しかつ識別された方法により達成される。 拡張段階１９６の間中に、さらなるクラスタがファイル割り当てテーブルに加 えられかつ、大きな選択パーティション・クラスタを小さな変更パーティション ・クラスタに分割することによってテーブルに及びデータ・クラスタ領域に生成 されたさらなるクラスタを収容するために起動される。各ファイル割り当てテー ブルのサイズは、先に説明したように段階１８２、１８４の間中に決定される。 クラスタ番号は、変換段階２００に関して以下に説明される変換に特に配慮して 、 ファイル・システムによってかつ本発明によって課せられた拘束によりファイル 割り当てテーブルに設置される。 クラスタ・サイズにおける変更によって生成されかつユーザまたはシステム・ データを含まないクラスタは、自由にする段階(freeing step)１９８の間中に自 由（フリー）としてマークされる。多くの場合に、ファイルまたはサブディレク トリ・クラスタ・チェーンの終りにおいて新たに定義されかつより小さいデータ ・クラスタは、有効データを保持しない。従って、クラスタ・サイズを低減する ことは、ディスク２のかなりの量の空間を自由にする。例えば、１００バイトだ けの有意味なデータを含むファイルは、８Ｋクラスタが用いられる場合に８Ｋを 占有するが、１Ｋのクラスタが用いられる場合には１Ｋだけを占有する。クラス タ・サイズが低減される場合、最初の８Ｋクラスタの先に形成された部分である 他の７つの小さなクラスタは、当業者に慣用な技術によって自由にできるしかつ 自由にされるべきである。 クラスタ・サイズが低減されるかまたは増大されるかに係わりなく、変換段階 ２００の間中にファイル割り当てテーブルで用いられた最初のクラスタ番号は、 クラスタ・サイズにおける変更を反映する新らたなクラスタ番号によって置換さ れる。 全てのディレクトリ構成及びファイル割り当てテーブルにリストされた全ての クラスタのクラスタ番号は、変更クラスタ・サイズが選択クラスタ・サイズとは 異なる場合に以下に説明するように調整される。変更クラスタ・サイズが選択ク ラスタ・サイズよりも小さいならば、あるファイルの最終クラスタは、そのクラ スタに記憶されたデータのサイズ、選択クラスタ・サイズ、及び変更クラスタ・ サイズにより、使用されたクラスタ及び使用されていないクラスタに分割されう る。例えば、選択クラスタ・サイズが４Ｋであり、変更クラスタ・サイズが１Ｋ であり、かつ最終クラスタが１バイトのデータだけを保持するならば、その最終 クラスタは、一つの使用した１Ｋクラスタ及び３つの使用していない１Ｋクラス タに分割する。そのような情況に効果的に対処するために、ファイル割り当てテ ーブル・エントリの調整をディレクトリ・エントリの調整に協調させることが現 在好ましい。これらの調整は、また、上記したように復元パーティション・イン ジケータの使用と共にのみ実行されるのが好ましい。 （Ｃ−スタイル擬似コードで示された）次のオペレーションは、セクタ番号を クラスタ番号に変換する： ＳＥＣＴＯＲ−＝（ＲＯＯＴ＿ＳＥＣＴＳ＋（ＦＡＴ＿ＳＥＣＴＳ＊ＮＵＭ Ｆ ＡＴＳ）＋ＲＥＳＥＲＶＥＤ ＳＥＣＴＯＲＳ） ＳＥＣＴＯＲ／＝クラスタ毎のセクタ ＣＬＵＳＴＥＲ＝ＳＥＣＴＯＲ＋２ 次のオペレーションは、クラスタ番号をセクタ番号に変換する： ＣＬＵＳＴＥＲ−＝２ ＣＬＵＳＴＥＲ＊＝クラスタ毎のセクタ ＳＥＣＴＯＲ＝ ＣＬＵＳＴＥＲ＋ＲＯＯＴ ＳＥＣＴＳ＋（ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ＊ＮＵＭ ＦＡ ＴＳ）＋ＲＥＳＥＲＶＥＤ ＳＥＣＴＯＲＳ 古い（選択パーティション）クラスタ番号を新たな（変更パーティション）ク ラスタ番号に変換するために、まず、上記方法及び選択パーティションのパラメ ータ（ＲＯＯＴ ＳＥＣＴＳ、ＦＡＴ ＳＥＣＴＳ、ＮＵＭ ＦＡＴＳ、ＲＥＳ ＥＲＶＥＤ ＳＥＣＴＯＲＳ）を用いて古いクラスタ番号をセクタ番号に変換す る。次いで、変更パーティションのパラメータを用いて合成セクタ番号をクラス タ番号に変換する。 ファイル割り当てテーブルを変更することにおいて、全てのファイル割り当て テーブル・エントリは、値１を有するあらゆるエントリを識別するために最初に 詳細に調べられかつそれゆえに先に説明したように固定可能な方法で一時的に確 保される；全てのそのようなエントリは、ゼロにされる。新たなファイル割り当 てテーブルを保持するために十分に大きいバッファＮＥＷ ＦＡＴは、全てゼロ エントリを含むべく割り当てられかつ初期化される。表記上の都合に対して、選 択パーティションの既存のファイル割り当てテーブルは、ＯＬＤ ＦＡＴで示さ れる。ディレクトリ構成がトラバース（走査）され、かつ次の段階が各ファイル 及びディレクトリに対して繰り返される： Ｉ． ＦＡＣＴＯＲに、クラスタ・サイズを減少する場合に各選択クラス タが分割されるより小さい変更クラスタの数、またはクラスタ・サ イズを増大する場合に単一の変更クラスタを形成すべく併合される より小さい選択クラスタの数を表わさせる。 ＩＩ． 現行クラスタ・チェーンの終りの前に各クラスタ（ＯＬＤ ＣＬＵ ＳＴ）に対して、次のことを行う： Ａ．上述した変換方法を用いて古いクラスタ番号ＯＬＤ ＣＬＵＳ Ｔを新たなクラスタ番号ＮＥＷ＿ＣＬＵＳＴに変換する。 Ｂ．クラスタ・サイズが低減されるならば、次を（ＦＡＣＴＯＲ− １）回繰り返す： ＮＥＷ ＦＡＴ［ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ］＝ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ ＋１ ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ＋＝１ Ｃ．クラスタ・サイズが増大されるならば、ＯＬＤ ＣＬＵＳＴに （ＦＡＣＴＯＲ−１）を加える Ｄ．ＯＬＤ ＮＥＸＴ ＣＬＵＳＴ＝ＯＬＤ ＦＡＴ［ＯＬＤ Ｃ ＬＵＳＴ］ Ｅ．上記方法を用いてＯＬＤ ＮＥＸＴ ＣＬＵＳＴをＮＥＷ Ｎ ＥＸＴ ＣＬＵＳＴに変換する Ｆ．ＮＥＷ ＦＡＴ［ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ］＝ＮＥＷ ＮＥＸＴ＿ ＣＬＵＳＴ ＩＩＩ．チェーンの最後のクラスタに対して、次のことを行う： Ａ．上述した変換方法を用いて古いクラスタ番号ＯＬＤ ＣＬＵＳ Ｔを新たなクラスタ番号ＮＥＷ ＣＬＵＳＴに変換する。 Ｂ．クラスタ・サイズが低減されるならば： １． チェーンがファイルに属するならば、 ＢＹＴＥＳ ＩＮ ＣＬＵＳＴ＝ＦＩＬＥ ＳＩＺＥ ｍｏｄ（古いクラスタ・サイズ） ２． チェーンがディレクトリに属するならば、 ＢＹＴＥＳ ＩＮ ＣＬＵＳＴは、最後のクラスタを走 査しかつ用いたエントリの数を計数することによって決 定される ３． ＢＹＴＥＳ ＩＮ ＣＬＵＳＴ＋＝（新たなクラスタ・ サイズ−１） ４． ＵＳＥＤ ＣＬＵＳＴＳ＝ＢＹＴＥＳ ＩＮ ＣＬＵＳ Ｔ／（新たなクラスタ・サイズ） ５． 次を（ＵＳＥＤ ＣＬＵＳＴＳ−１）回繰り返す： ＮＥＷ ＦＡＴ［ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ］＝ＮＥＷ ＣＬ ＵＳＴ＋１ ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ＋＝１ Ｃ．ＮＥＷ ＦＡＴ［ＮＥＷ ＣＬＵＳＴ］＝−１（チェーンの終 りマーカー） ＩＶ． ディレクトリ・エントリの開始クラスタを新たな開始クラスタに変 換する。 保存段階２０２の間中、システム構成は、次いで、ディスク２に書き込まれる 。保存すべきＦＡＴファイル・システム構成は、ルート・ディレクトリ、ファイ ル割り当てテーブル、及びブート・セクタを含む。ジャーナリングは、パワー故 障からシステム・データを保護するためにここで説明したように用いられるのが 好ましい。 次いで、エキジッティング段階２０４が実行される。ある一定のファイルは、 バイト・オフセットではなくクラスタ・オフセットにファイル位置を記憶する、 ＯＳ／２“ＥＡ ＤＡＴＡ．ＳＦ”ファイルのような、クラスタ・サイズに依存 する内部構成を有する。クラスタ・サイズ変更オペレーションを終了するために 、そのようなファイルの内部構成は、変更クラスタ・サイズを反映すべく変更さ れる。 次に、ブート・セクタは、変更ＦＡＴパーティションのサイズ、変更パーティ ションのファイル位置テーブル及びルート・ディレクトリのサイズ、及びここに おける教示に共同して当業者によって容易に決定される他のパラメータを反映す べく更新される。 復元セクタが変更パーティションの終りでディスク２に設置されたならば、復 元セクタの内容は、変更パーティションのシステム領域に適切に設置されなけれ ばならずかつパーティション・タイプは、ＦＡＴパーティションの適切なタイプ に復元されなければならない。選択パーティションが拡張されたならば、パーテ ィション・サイズは、既に復元されている。選択パーティションが低減されたな らば、適切な変更は、変更パーティションのバウンダリー及びサイズを反映すべ くディスク２のパーティション・テーブル３２（図２）においてこのときになさ れる。 図３を参照すると、変更パーティションのパーティション識別子３６における システム・インジケータ５０によって示されたパーティション・タイプは、認定 された(recognized)非ＲＰＩタイプの変更パーティションを反映しなければなら ない。選択パーティションが“隠れ(hidden)”タイプであれば、変更パーティシ ョンは、対応隠れタイプのものとして識別されるべきである。当業者は、システ ム・インジケータ５０の値によって示されたように、ＦＡＴパーティションのタ イプ値として次のものを認識するであろう（他のＦＡＴ−コンパチブル・ファイ ル・システムは、他のタイプ値を用いうる）： ａ） タイプ１（即ち、システム・インジケータが１に等しい）は、１２ ビットＦＡＴ（４０８５クラスタまたはそれより小さい）である。タイプ１１ １６進は、その隠れカウンタパートである。 ｂ） タイプ４は、３２メガバイトより小さい１６ビットＦＡＴ（４０８ ５クラスタまたはそれより大きい）である。タイプ１４ １６進は、その隠れカ ウンタパートである。 ｃ） タイプ６は、３２メガバイト以上の１６ビットＦＡＴである。タイ プ１６ １６進は、その隠れカウンタパートである。 エキジッティング段階２０４の間中、インプリメンティング・プログラムは、 完璧な完全性を保証（確実に）すべくもう一度ＦＡＴパーティションをチェック しうる。ディレクトリ及び他のシステム構成に対するポインタを戻すために必要 な調整も、また、クラスタを移動する場合にそれらの更新が省かれるならば、実 行されうる。気付くように、コンピュータで用いられたオペレーティング・シス テムがシステム・コールまたは他の手段を通して動的パーティション再同期(dyn amic partition resynchronization)を支援しないならばリブーテイング(reboot ing)の後までパーティションを施錠したままにすることも必要である。代替ＦＡＴサイズ変更 パーティション−サイズ変更段階１５４を達成する代替方法を示しているフロ ーチャートは、図１１に示されている。当業者は、ＦＡＴファイル・システムに 特に適用する方法の部分を容易に識別するであろう。そのような者は、方法の他 の部分が、限定なしでＨＰＦＳ及びＦＡＴファイル・システムを含んでいる、種 々のファイル・システムをサイズ変更することにおいて有用であるということも 認識するであろう。 バウンド決定段階２８４の間中、変更パーティションの最大及び最小サイズは 、先に説明したバウンド決定段階２６０（図９）に従って実質的に決定される。 しかしながら、当業者は、ＦＡＴパーティションの最小変更パーティション・サ イズがルート・ディレクトリによって及びファイル割り当てテーブルによって消 費されたディスク空間に部分的に依存するということがわかるであろう。 簡略化のために、特にＦＡＴファイル・システムに関する本発明のそれらの形 態のここにおける説明は、ＦＡＴパーティション内側の５１２バイト論理セクタ ・サイズ及びディスク２（図１）の５１２バイト物理セクタ・サイズを想定する 。しかしながら、本方法は、当業者によって他のセクタ・サイズ用に容易に適合 される。 エッジ決定段階２８６は、先に説明したエッジ決定段階２６２（図９）に従っ て実質的に、移動される選択パーティションのエッジにより適切なアクションを 行う。サイズ決定段階２８８は、変更パーティションのサイズを決定しかつ先に 説明したサイズ決定段階２６４（図９）及び含まれたファイル・システムの詳細 に従って実質的に変更パーティションにおける論理セクタの数を決定する。 図９の問い合わせ段階２６６に実質的に類似する、問い合わせ段階２９０は、 選択パーティションが拡張されるかどうかを決定する。拡張が必要ならば、選択 パーティションに追加されるディスク・セクタは、ブロッキング段階２６８（図 ９）に実質的に類似するブロッキング段階２９２の間中に悪いセクタを捜し出し かつ締め出すためにまずテストされうる。代替的に、そのようなテスティングの あるものまたは全ては、省かれうるし、それによって時間をセーブするが先に説 明したようにデータ損失の危険性を潜在的に増大する。 特性決定段階２９４の間中、ブート・セクタのサイズ、各ファイル割り当てテ ーブルの所望のサイズ及びルート・ディレクトリのサイズ（集合的に、“システ ム領域”）を含んでいる、変更ＦＡＴパーティションのある一定の特性が決定さ れる。システム領域の外側の変更パーティションにおけるデータ・クラスタ領域 は、現在使用されていないが将来の成長のために確保されるディスク領域を含み うる。各ファイル・システム構成のサイズは、クラスタが全く再位置合わせされ る必要がないように決定されるのが好ましく、それによって、全ての用いたデー タ・セクタの物理的再位置合わせを回避することによって選択パーティションを サイズ変更するために必要な時間を実質的に低減する。 本方法は、合成変更パーティションが重大なエラーなしで業界標準ＣＨＫＤＳ Ｋプログラムをパスするように選択ＦＡＴパーティションをサイズ変更するのが 好ましい。これを達成するために、以下に示されるある一定の規則が後続しなけ ればならない。 本発明の現在の好ましい方法によれば、変更パーティションにおけるクラスタ 毎のセクタの数(“クラスタ・サイズ”)は、選択パーティションのクラスタ・サ イズに等しい。代替方法は、クラスタ・サイズが常に２の正の整数のべき数であ るようにして、クラスタ・サイズを低減または増大さる：１、２、４、８、１６ 、等は、許容可能なクラスタ・サイズである。これらの代替方法は、インプリメ ンティング・プログラムの柔軟性を増大するが、しかしまた、ＦＡＴパーティシ ョンをサイズ変更ために必要な時間も増大する。 クラスタ・サイズが低減されたならば、新たな小さいクラスタは、既に適切に 位置合わせされかつそれらが変更パーティションの拡張ファイル割り当てテーブ ルまたはルート・ディレクトリによってオーバーレイされない限り移動する必要 がない。しかしながら、ファイルの終りにおける小さなデータ・クラスタは、で あれば、それらがもはやデータを保持することを必要としないならば自由にされ るべきである。従って、小さなクラスタに対する変更は、ディスク２のかなりの 量の空間を自由にしうる。例えば、１００バイトの有意味なデータだけを含むフ ァイルは、８キロバイトのクラスタが用いられる場合に８キロバイトを占有する が、しかし１キロバイト・クラスタが用いられる場合に１キロバイトを占有する だけである。クラスタ・サイズが低減される場合、最初の８キロバイト・クラス タの部分を先に形成した他の７つの小さなクラスタは、当業者に慣用な技術によ って自由にすることができかつ自由にされるべきである。 クラスタ・サイズが増大されるならば、それらを隣接クラスタと連続的にする ために、適切な位置合わせを達成するために、及び／又はその中で小さなクラス タが安全に拡張できるように十分な自由空間を得るために、ディスク２について クラスタを移動することが必要でありうる。クラスタ・サイズが低減されるかま たは増大されるかに係わりなく、ファイル割り当てテーブルで用いられた最初の クラスタ番号は、クラスタ・サイズにおける変化を反映する新たなクラスタ番号 によって置換されなければならない。 ＦＡＴシステム構成が低減または拡張されることが必要であれば、全てのファ イル・システム構成に割り当てられたセクタの合計数は、クラスタ・サイズの整 数倍によってのみ調整されなければならない。この規則に従うことは、あるシス テム構成をパッドすることまたは確保された領域またはルート・ディレクトリを 縮減することを必要としうるが、そのような変更のサイズは、ディスク空間の１ クラスタより少なく限定される。この規則は、ディスク２の現行のクラスタ位置 合わせを維持することを望むことから生起されそれゆえに全ての使用したデータ クラスタの主要な再構成を防ぐ。本発明の代替方法は、クラスタ再構成及び再位 置合わせを収容するためにセクタの定数だけ全てのデータ・クラスタを移行（シ フト）する。しかしながら、この代替は、選択パーティションをサイズ変更する ためにかなり多くの時間を必要とし、かつ方法の複雑性も多少加える。 確保されたブート・セクタの数は、また、特性決定段階２９４の間中に決定さ れる。一般的に、一つのブート・セクタがＦＡＴファイル・システムによって確 保される。本方法は、その値がどのようなものでも、選択パーティションと同数 の確保されたセクタを有している変更パーティションを生成する。クラスタ位置 合わせを保存するためにパッディングが要求される場合、ある古いＦＡＴ特定デ ィスク・ユーティリティが一つのセクタだけが確保されるということを想定する ように、確保されたブート・セクタ領域は、パッドされないことが好ましい；そ のようなユーティリティが続いて用いられるならば、さらなるブート・セクタを 確保することは、データ損失をもたらしうる。 また、変更パーティションのルート・ディレクトリの（セクタにおける）最小 サイズ及びそのルート・ディレクトリの最小所望サイズも特性決定段階２９４の 間中に決定される。所望サイズは、最小サイズより大きいかまたは等しくなけれ ばならない。標準ＭＳ−ＤＯＳユーティリティによってフォーマットされたほと んどのＦＡＴパーティションは、５１２ディレクトリ・エントリを含み、３２の ５１２バイト・ディスク・セクタを正確に充填する。しかしながら、本方法下で は、ルート・ディレクトリは、３２セクタを越えて拡張されうる。同様に、選択 ＦＡＴパーティションのルート・ディレクトリが３２ディスク・セクタよりも多 くをカバーしかつそのエンド・セクタのいずれかが使用されないならば、それは 、より少ないセクタをカバーすべく低減されうる。少なくとも一つのセクタが存 在しかつ変更パーティションが選択パーティションのルート・ディレクトリの内 容を保持するために十分なセクタを含むならば、ルート・ディレクトリのセクタ の数は、ＦＡＴファイル・システムの完全性に影響を与えない。しかしながら、 あるユーザは、３２セクタを最小値にすることを望みうる。 特性決定段階２９４の間中、また、ファイル割り当てテーブルの各コピーを保 持するために必要なセクタの数も決定される。各ファイル割り当てテーブルは、 全てのクラスタ・エントリを保持するために正確に十分なセクタを含まなければ ならない。あまりにも少ないセクタが割り当てられたならば、データは、損失さ れるであろう。あまりにも多くのセクタが割り当てられたならば、変更パーティ ションは、ＯＳ／２または別のオペレーティング・システムによって使用不能に されうる。 また、変更パーティションにおけるデータ・クラスタの数も決定される。（全 てのシステム構成のサイズが決定された後に計算された）データ・クラスタの合 計数が４０８５クラスタよりも大きいならば、各クラスタ・エントリは、各ファ イル割り当てテーブルにおいて２バイトの空間を必要とする。さもなければ、各 クラスタ・エントリは、各コピーにおいて１．５バイトの空間を必要とする。 これらの決定を達成する一つの方法は、上記した。しかしながら、本コンテキ ストでは段階ＩＩＩ−Ｖは、段階１８２及び１７４を参照するよりも段階２８８ 及び２９４を参照し、かつ段階ＸＩは、次のようである： ＸＩ． ＲＯＯＴ ＳＥＣＴＳ＝ＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴＡ ＳＥＣＴ −（ＢＯＯＴ ＳＥＣＴＳ＋（ＦＡＴ＿ＳＥＣＴＳ×ＮＵＭ ＦＡＴＳ））． 上述したように特性決定段階２９４の間中にファイル割り当てテーブルに関し て決定を行なうことにより、本方法は、調整段階２９６を次に実行する。調整段 階２９６は、悪いセクタとして先に識別されたセクタが全く提案した変更パーテ ィションのシステム領域内にないということを保証する（ブート・セクタ、ルー ト・ディレクトリ、及びファイル割り当てテーブル）。ブロッキング段階２９２ の間中に選択パーティションの悪いセクタ・リストにおけるその存在によってま たはディスク・ドライブ４（図１）からのエラー・コードの存在によって、提案 した変更ＦＡＴパーティションのシステム領域内のＮＥＷ ＦＩＲＳＴ ＤＡＴ Ａ ＳＥＣＴの前にアドレスを有しているセクタが悪いと識別されたならば、イ ンプリメンティング・プログラムは、ユーザを警告すべきでありかつ選択パーテ ィションを著しく変更しないで出るべきである。 さもなければ、提案した変更パーティションのデータ・クラスタ領域内にない 選択パーティションにおける全てのデータ領域は、識別段階２９８の間中に識別 される。これらの領域内の全てのデータは、当業者に慣用なデータ保存技術によ って、変更パーティションのデータ・クラスタ領域のバウンダリの内側の位置に 安全に移動されることによってクリアされなければならない。 変更パーティション終了アドレスが選択パーティション終了アドレスよりも選 択パーティション開始アドレスに近いならば、選択パーティション終了アドレス と変更パーティション終了アドレスの間の領域における全てのデータ・クラスタ は、走査されなければならないし、かつ割り当てられたクラスタは、その領域か ら移動されなければならない。更に、変更パーティション・システム領域は、常 にチェックされなければならない；それが選択パーティションの第１のクラスタ にオーバーラップするならばそれらの影響を及ぼされたデータ・クラスタもまた 移動されなければならない。 ＦＡＴパーティションにおけるシステム構成のサイズは、通常、３５セクタ（ １ブート・セクタ、それぞれについて１セクタにおけるファイル割り当てテーブ ルの二つのコピー、及び３２セクタを必要とする５１２エントリ・ルート・ディ レクトリを想定する）から５４５セクタ（１ブート・セクタ、それぞれについて ２５６セクタの最大サイズにおけるファイル割り当てテーブルの二つのコピー、 及び３２セクタを必要とする５１２エントリ・ルート・ディレクトリを想定する ）の範囲である。しかしながら、ＦＡＴシステム構成のサイズは、より大きなル ート・ディレクトリ、より大きなブート領域、または二つのコピーよりも多いフ ァイル割り当てテーブルの選択パーティションにおける存在によりさらに大きい であろう。従って、インプリメンティング・プログラムは、ユーザに、変更パー ティションに対するディスク２の自由空間に１クラスタのサイズ＋おおよそ２８ ０キロバイトを常に有することを要求しうる。そのような安全バッファは、選択 パーティションがサイズ変更される場合にシステム領域をサイズ変更するための 空間を供給する。 データークラスタ領域の終了（高アドレス）部分及び開始（低アドレス）部分 の両方が移動されなければならない場合の情況が存在する。データが他の領域か ら移動されるときに一つの領域から移動されたデータを損傷させることを回避す べく注意が払われなければならない。本方法によれば、割り当てられたクラスタ のチェーンは、ＦＡＴパーティション・サイズ変更の間中にデータの安全移動を 達成することにおいて支援すべくマークされかつ確保されうる。 オペレーティング・システムからの支援または、その知識なしでＦＡＴファイ ル・システムをマニピレートする場合にＦＡＴファイル・システム・パーティシ ョンにディスク空間を確保するために、本方法は、“固定可能な(fixable)”方 法でクラスタ・チェーンを一時的に確保するケイパビリティを供給する。即ち、 クラスタ・チェーンは、（ａ）電源異常の場合にファイル・システム構成一貫性 がＣＨＫＤＳＫプログラムによって常にかつ容易に復元されることができ、かつ （ｂ）インプリメンティング・プログラム以外のオペレーティング・システム及 びディスク・ユーティリティがこれら同じクラスタを割り当てかつ使用すること を試みることから防止されるような方法でインプリメンティング・プログラムに よって割り当てられうる。そのような“固定可能な”確保は、ディスク区間の永 続的割り当てが必要でなく、かつ予期せずにパワーが故障したならばディスクを “固定する”ためにユーザがＣＨＫＤＳＫを用いることが受容されるような情況 で用いられうる。この方法によれば、失われたクラスタに対するファイル・エン トリを生成するためにディレクトリ・エントリを必要とせずかつＣＨＫＤＳＫプ ログラムを必要としない方法で一つ以上のＦＡＴクラスタが一致にチェーンされ うる。それゆえに、ＣＨＫＤＳＫは、全てのそのようにマークされかつ／または チェーンされたクラスタを汎用(general usage)にすぐに戻すことができる。 クラスタ確保方法は、次のように進行する。最初に、第１の適当な割り当てさ れていないクラスタがゼロ値を有しているクラスタ・エントリに対するファイル 割り当てテーブルの有効範囲を検索することによって識別される。クラスタを一 時記憶割り当ての確保された部分としてマークすべくゼロの代わりに１が入力さ れる。一時記憶の全ての後続割り当ては、各先の割り当てから昇順にあるべきで ある。この順番が維持されるならば、“チェーン”は、単に、その値が１である 全てのクラスタの逐次リストである。 当業者は、１６ビットＦＡＴファイル割り当てテーブルにおける各クラスタ・ エントリに対して６５，５３６の固有の可能な値が存在するということがわかる であろう。１より大きいあらゆる値が潜在的に有効として解釈されうるので、Ｃ ＨＫＤＳＫプログラムは、“損失クラスタ(lost cluster)”として１より上の値 を含んでいる各クラスタをリストすることを試みる。ＦＡＴパーティションを“ 固定(fix)”するために、ＣＨＫＤＳＫプログラムは、各損失クラスタ・チェー ンにクラスタを保持するためにルート・ディレクトリにおいてフリー・ディレク トリ・エントリを見出さなければならない。フリー・エントリが存在しないなら ば、ＣＨＫＤＳＫは、クラスタを自由にすることを失敗する。他方、値が１であ れが、ＣＨＫＤＳＫは、“無効クラスタ・エントリ”としてクラスタを扱いかつ 汎用可用性(general availability)にそのクラスタをすぐに戻す。それゆえに、 ここにおける教示により値１でマークされたクラスタは、パーティションをマニ ピレートすることに用いるために一時的に割り当てられるが、後続の使用から除 去されない。 選択パーティション終了バウンダリーが選択パーティションを拡張すべく変更 されるならば、さもなければ変更パーティションの拡張システム領域によって上 書きされる選択パーティションの前方のデータ・クラスタ領域の一部をクリアす ることが必要でありうる。選択パーティションの拡張がシステム構成を成長させ るならば領域はクリアされなければならないが、たった少量による拡張は、必ず しもシステム構成のサイズを増大しないであろう。 選択パーティション終了バウンダリーが低減された変更パーティションを形成 すべく移動されるならば、選択パーティションのハイ・エンド(high end)におけ るデータ・クラスタ領域の部分は、クリアされなければならない。変更パーティ ションの外側に部分的にまたは全体的にある全てのデータ・クラスタは、変更パ ーティション内にある他のクラスタ位置へ再位置決めされなければならない。 特別な場合は、注目に値する： クラスタ・サイズがサイズ変更の一部として 低減されるならば、パーティションのデータ記憶領域が低減されても、システム 領域は、パーティションにマップされるべきクラスタの合計数における増大によ り成長しうる。この場合には、変更パーティションの拡張システム領域によって カバーされる選択パーティションのロー・エンド(low end)におけるデータ・ク ラスタ領域の部分も、また、クリアされなければならない。 移動段階３００の間中、識別段階２９８の間中に識別されたデータ・クラスタ 領域は、データをディスク２の安全な位置に移動することによってクリアされる 。ディスク・ディフラグメンテーション(defragmentation)及びディスク復元ユ ーティリティによって採り入れられる、パーティションのクラスタを移動する通 常の方法は、移動されなければならない各クラスタに対する次の段階を繰り返す と同時に、採り入れられうる： 移動されなければならない領域からのクラスタ を識別する。変更パーティションのデータ・クラスタ領域内のフリー・クを見出 す。識別されたクラスタからフリー・クラスタにデータをコピーする。フリー・ クラスタを使用済みとしてマークしかつディスク２のファイル割り当てテーブル を更新する。データの新たな位置を示すべく古いクラスタ位置に対する全ての参 照を 調整する。そのような参照は、ファイル割り当てテーブル及び／又はディレクト リ・エントリで発生しうる。ディレクトリ・バック及び自己ポインタの更新は、 この時に実行されうるか、またはそのような更新は、後続パーティション完全性 が段階を検証するかまたは再検証するまで延期されうる。次に、ディスク２（図 １）に更新された構成をセーブする。最終的に、フリーとして（またはそれを確 保すべく１の値で）古いクラスタをマークし、そしてもう一度ディスク２にファ イル割り当てテーブルをセーブする。 調整段階３０２は、必要に応じてファイル・システム構成、ブート・セクタ、 及びパーティション・テーブル３２（図２）を調整する。ファイル・システム構 成は、通常、選択パーティションよりも大きいかまたは小さい変更パーティショ ンを収容すべくサイズ変更されることが必要である。ＦＡＴパーティションのシ ステム構成をサイズ変更することにおいて、変更パーティションの新たな第１の クラスタは、選択パーティションの第１のクラスタと同じでありうるか、または それは、その最初の第１のクラスタに物理的に先行しうるか、それは、選択パー ティションの第２、第３、第４、等のクラスタとしてディスク２の同じ場所に配 置されうる。 以下の規則は、選択パーティション開始バウンダリー、終了バウンダリー、ま たは両方が移動されるかどうかに係わりなく後続されるのが好ましい。選択パー ティションは、上述したように適切なパーティション識別子(図３において３６) のシステム・インジケータ（図３において５０）のディスク２にＲＰＩを設置す ることによって復元パーティションに変更されるべきである。更に、選択パーテ ィションがその終了バウンダリーを移動したことによって拡張されるならば、パ ーティション・サイズ・エントリ４４及び４６は、同時に変更されるべきである 。選択パーティションがパーティション・テーブル３２（図２）を含みかつ選択 パーティションの開始バウンダリーが拡張されるならば、パーティション・テー ブル３２は、また、変更パーティションにおける安全かつ適切な新たな位置へ同 時に移動されなければならない。 ＦＡＴ復元セクタは、生成段階２７０（図９）に関して先に説明した方法で変 更パーティションの最後のセクタで生成されるのが好ましい。変更パーティショ ンの最後のセクタは、この点でしばしばフリーである；（パーティションを縮減 する場合に生じうるように）それが選択パーティションの使用されたクラスタに よって占有されるならば、それは、段階２９８及び３００に関して上述したよう に別のフリー・セクタにそのデータを移動することによってまずクリアされなけ ればならない。 ＦＡＴパーティションにおいて調整段階３０２を実行することにおいて、選択 パーティションの全てのディレクトリ構成にリストされた全てのクラスタの全て のクラスタ番号は、定数因子(constant factor)ＦＡＴ ＳＨＩＦＴ によって 調整される。整数因子(integer factor)ＦＡＴ ＳＨＩＦＴは、それによって変 更パーティションの第１のクラスタが選択パーティションの第１のクラスタから オフセットされるクラスタの数に等しい。この調整は、ここの説明したようにデ ィスク２へのＲＰＩの配置によってパーティションが復元パーティションに変更 された場合にのみ安全に実行することができる。 ＦＡＴ ＳＨＩＦＴがノン−ゼロであれば、インプリメンティング・プログラ ムは、ディレクトリ構成をトラバースしかつ全てのファイルについてかつ（自己 及び親に対する）全てのディレクトリ・クラスタ・ポインタについて開始クラス タ・ポインタを調整する。変更パーティションの開始クラスタがパーティション の選択パーティションの開始クラスタに物理的に先行するならば、各クラスタ・ ポインタにＦＡＴ ＳＨＩＦＴを追加する；逆の順番が保持されるならば、各ク ラスタ・ポインタからＦＡＴ ＳＨＩＦＴを減算する。この調整は、電源故障の 場合に完全性を保存するためにデータ復元方法と協調して達成されるのが好まし い。 次に、ブート・セクタは、変更ＦＡＴパーティションのサイズ、変更パーティ ションのファイル割り当てテーブル及びルート・ディレクトリのサイズ、及びこ この教示と協調して当業者によって容易に決定される他のパラメータを反映する ために更新される。 ファイル割り当てテーブルは、次いで変更されかつディスク２（図１）にセー ブされる。これは、次のように達成される。ＦＡＴの各クラスタ・エントリの内 側の値は、値ＦＡＴ ＳＨＩＦＴによって物理的に移動されかつ論理的に変更さ れなければならない。しかしながら、クラスタがシフトされていないならば（即 ち、ＦＡＴ ＳＨＩＦＴがゼロに等しいならば）、これらの段階は省かれる。 ファイル割り当てテーブルを変更することにおいて、全てのファイル割り当て テーブル・エントリは、値１を有するエントリを識別すべく最初に検査され、そ れゆえに先に説明したように固定可能な方法で一時的に確保される；全てのその ようなエントリは、ゼロにされる。新たなファイル割り当てテーブルを保持する ために十分に大きいバッファＮｅｗＦａｔＥｎｔｒｙは、全てゼロのエントリを 含むべく割り当てられかつ初期化される。注記都合について、選択パーティショ ンの既存ファイル割り当てテーブルは、ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙで表される。 ファイル割り当てテーブルにおける各ノン・ゼロ・エントリは、ファイル割り 当てテーブルの物理的にシフトされたＦＡＴ ＳＨＩＦＴ位置でなければならず 、かつ悪いクラスタ・エントリ、エンド−オブ−チェーン・エントリ、及び一時 的に割り当てられた固定可能なエントリを除く全てのエントリも、また、次のよ うに因子ＦＡＴ ＳＨＩＦＴによって調整されなければならない。変更パーティ ション開始クラスタが選択パーティション開始クラスタに物理的に先行するなら ば、選択パーティション・ファイル割り当てテーブルからの各エントリにＦＡＴ ＳＨＩＦＴを追加しそしてその後のＦＡＴ ＳＨＩＦＴ位置である変更パーテ ィション・ファイル割り当てテーブル・エントリにその値を記憶（格納）する。 例えば、ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ］が悪いクラスタ・エントリ またはエンド−オブ−チェーン・エントリであるならば、ＮｅｗＦａｔＥｎｔｒ ｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ＋ＦＡＴ ＳＨＩＦＴ］＝ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［Ｔｈｉ ｓＯｎｅ］を行う；さもなければ、ＮｅｗＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ＋ ＦＡＴ ＳＨＩＦＴ］＝ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ］＋ＦＡＴ ＳＨＩＦＴを行う。変更パーティション開始クラスタが選択パーティション開始 クラスタに物理的に先行するならば、類似する方法でＦＡＴ ＳＨＩＦＴを減算 する： ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ］が悪い−クラスタ・エント リまたはエンド−オブ−チェーン・エントリであるならば、ＮｅｗＦａｔＥｎｔ ｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ−ＦＡＴ ＳＨＩＦＴ］＝ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［Ｔｈ ｉｓＯｎｅ］を行う；さもなければ、ＮｅｗＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ −ＦＡＴ ＳＨＩＦＴ］＝ＯｌｄＦａｔＥｎｔｒｙ［ＴｈｉｓＯｎｅ］−ＦＡＴ ＳＨＩＦＴを行う。これらの調整が終了した場合、ディスク２の変更パーティ ションにおける適切な位置にファイル割り当てテーブルのＮＵＭ ＦＡＴＳコピ ーを書き込む。 この地点で、ＦＡＴパーティションの内側のほとんど全ての変更は、終了する 。復元セクタが変更パーティションの終りでディスク２に配置されるならば、復 元セクタの内容は、変更パーティションのシステム領域に適切に配置されなけれ ばならずかつパーティション・タイプは、ＦＡＴパーティションの適切なタイプ に復元されなければならない。選択パーティションが拡張されたならば、パーテ ィション・サイズは、既に復元されている。選択パーティションが低減されたな らば、変更パーティションのバウンダリー及びサイズを反映すべく適切な変更が ディスク２のパーティション・テーブル３２（図２）においてこのときに行われ る。 図３を参照すると、変更パーティションのパーティション識別子３６のシステ ム・インジケータ５０によって示されたパーティション・タイプは、段階２０４ に関して上述したように、変更パーティションの認識された非ＲＰＩタイプを反 映しなければならない。 エキジッティング段階３０４の間中、インプリメンティング・プログラムは、 完璧な完全性を保証すべくもう一度ＦＡＴパーティションをチェックしうる。デ ィレクトリ及び他のシステム構成に対するポインタをバックするために必要な調 整は、クラスタを移動する場合にそれらの更新が省かれても実行されうる。気付 いたように、コンピュータで用いられるオペレーティング・システムがシステム ・コールまたは他の手段を通して動的パーティション再同期を支援しないならば リブーティングの後までパーティションが施錠されたままにすることも必要であ る。ディスク・パーティションを移動しかつ複写すること 図７を参照すると、移動／複写段階１５６は、ＧＵＩ １１４（図６）との対 話によって示されたようなユーティリティの希望により、パーティションを移動 することかまたはパーティションを複写することを具備する。移動／複写段階 １５６は、制限なしにＨＰＦＳ及びＦＡＴファイル・システムを含んでいる、種 々の慣用ファイル・システムのいずれかを含んでいるパーティションでここに教 示されたように実行されうる。 変更パーティションが選択パーティションとは全く異なるディスク・セクタを 含みかつ選択パーティションが選択パーティションのユーザ・データのコピーを 含むようにした後でディスク２をそのままにしておくならば、選択パーティショ ンは、複写される。対照的に、変更及び選択パーティションが共通のディスク・ セクタを有するならば（選択及び変更パーティションに対してディスク２の特異 なパーティションとして同時に存在させることが不可能である）、または、ユー ザ・データを保持している選択パーティション・ディスク・セクタがフリーにさ れるならば、選択パーティションは、移動される。しかしながら、当業者は、以 下に説明する段階がさもなければ実質的に移動に対するのと複写に対するの同じ であるということがわかるであろう。用語“複製する(replicate)”は、移動す ること及び／又は複写することを示すためにここで用いられる。 パーティション複製オペレーションの後、ディスク２に定義されたパーティシ ョンは、そのオペレーションの前に選択パーティションがそうであったようにロ バストかつ安全であるべきである。これは、ファイル・システムの悪いセクタ・ リスト及びファイル・システムの他の構成を保守しかつ管理するためにインプリ メンティング・プログラムを選択パーティションのファイル・システムによって 用いられた戦略の詳細及び含意に調和（一致）させることによって達成されうる 。 図１２に示したように、移動／複写段階１５６は、変更パーティションのエッ ジの位置を決定する位置決定段階３１０を含む。別のパーティションによって現 在クレームされていない提案した位置に十分なフリー・ディスク空間が存在する ならば、選択パーティションは、コンピュータに装着されたあらゆるドライブに おけるあらゆるディスクのあらゆる位置に移動することができる。提案した変更 パーティションが選択パーティションをオーバーラップする場合に、選択パーテ ィションをオーバーラップしない変更パーティションの部分を収容するために十 分なフリー・スペース（自由空間）が存在しなければならない。 本方法は、一つのディスク・ドライブに装着された第１のディスク（“ソース ・ディスク”）から異なるディスク・ドライブに装着された第２のディスク（“ ターゲット・ディスク”）までパーティションを移動及び複写することのケイパ ビリティを提供する。この場合、ソース・ディスク及びターゲット・ディスクは 、それぞれトラック毎に同じ数のシリンダ、側面、及びセクタを有するというこ とが好ましい。さもなければ、変更パーティションが、ファイル・システム（も しあれば）のクラスタリング要求事項を満足する方法でターゲット・ディスクの フリー・スペースに調和（一致）すべく安全にサイズ変更することができ、かつ 対応する変更をブート・セクタ及び変更パーティションの他のファイル・システ ム構成において行うことができるならば、移動または複写は、安全に達成するこ ができる。 生成段階３１２の間中に、悪いとマークされたかまたは選択パーティションの ファイル・システムによって使用不能な選択パーティションの内側の全てのディ スク・セクタの第１のリストまたはマップが生成される。テスティング段階３１ ４の間中に、ターゲット・ディスクの提案したパーティション領域の全てのセク タは、悪いディスク・セクタを識別するために読取りオペレーション、書込みオ ペレーション、または両方でテストされる。見出された悪いセクタのアドレスは 、悪いセクタの第２のリストまたはマップに配置される。選択パーティション内 にもある変更パーティションのセクタは、テストされる必要がない。しかしなが ら、選択パーティションに対する悪いセクタ・リストは、両方のパーティション にある悪いセクタを識別すべく検査される。各そのような悪いセクタに対して、 その論理セクタ・アドレスは、変更パーティションの開始に関する論理セクタ・ アドレスに変換される。変換された論理アドレスは、次いで第２の悪いセクタ・ リストに加えられる。 生成段階３１６の間中、全ての悪いセクタの合成リストは、ちょうど説明した 第１及び第２のリストから生成される。合成リストは、選択パーティションの内 側の全ての悪いセクタの論理アドレスの全体リスト及び提案した変更パーティシ ョンに存在する悪いセクタの論理アドレスの全体リストの両方を含む。この合成 リストにおいて識別された全ての悪いセクタは、次いで、これらのセクタを現在 占有しうるデータまたはファイル・システム構成を新たに割り当てられた良いセ クタに移動した後で、選択パーティションの内側で悪いとしてマークされる。こ の生成段階３１６は、電源故障の場合にパーティション完全性を保存すべくデー タ復元方法に協調して実行されるのが好ましい。 この点で、パーティションを施錠する。次いで、移動／複写段階３１８の間中 に選択パーティションを移動または複写することは、安全である。変更パーティ ションの悪いセクタをオーバーレイする選択パーティションの全ての良いセクタ は、変更パーティションに移動された全てのデータがディスク２の良いセクタに 書き込まれるように、締め出された。データは、それがいま選択パーティション で占有する変更パーティション内の同じ相対位置に書き込まれることによって複 製される。 データは、次の規則により複製される。まず、データを含んでいるディスク・ セクタだけまたはファイル・システム使用のために確保されるディスク・セクタ だけが複製される。かなりの時間は、フリー・セクタまたは悪いセクタを複製し ないことによってセーブされうるしかつ変更パーティションの完全性は、この時 間セービング測定（測度）によって妥協されない。この規則に従わないならば、 複製は、長くかかるであろう。さらに重要なことは、悪いセクタを複製すること を試みる間中に複製が失敗しうる。 第２に、ディスク・セクタ複写バッファが用いられる。バッファ・サイズは、 利用可能なコンピュータ・メモリの量、及びセクタ毎のバイト数×選択パーティ ションの開始セクタと変更パーティションの開始セクタの間のセクタ数との積、 の小さい方である。 第３に、変更パーティションの物理的開始アドレスが、選択パーティションの 開始アドレス（の右側）よりも大きくかつ選択パーティションが提案した変更パ ーティションをオーバーラップするならば、選択パーティションは、右から左に （高いアドレスを有しているセクタから低いアドレスを有しているもの）複製さ れなければならない。さもなければ、選択パーティションは、左から右へ複製さ れなければならない。この規則に従うことは、選択パーティションのまだ複製さ れていない部分の上書きを防ぐ。 ジャーナリング、チェックマーキング、または通常のデータ復元方法のような 適切なデータ復元方法は、移動／複写段階３１８の間中に用いられるのが好まし い。それゆえに、この処理の完全なる終了の前に電源が故障したならば、処理は 、非同期されかつ終了されるか、または望ましいならばユーザによって反転（リ バース）することができる。チェックマーキングは、システム構成を更新する必 要がないバルク複製が実行されるようなところが好ましい。 この点で、変更パーティションは、実質的に最初の選択パーティションのコピ ーである。変更パーティションの外側にある第１の悪いセクタ・リストの選択パ ーティションで識別された悪いセクタは、合成リストにおいて悪いとまだマーク されるがいまフリーさせることができる。これらのセクタは、第１のリストにお いて識別された各悪いセクタに対して次のことを行う更新段階３２０の間中にフ リーにされる。最初、悪いセクタの論理アドレスが、また、悪いセクタの合成リ ストにリストされるかどうかを決定すべくチェックされる。そうであれば、調整 は、行われない；そのような同時に起こるリスティングは、変更パーティション における完璧な完全性を保守すべく識別されなければならない。セクタが両方の リストにないならば、セクタの論理アドレスは、悪いセクタの合成リスト（変更 パーティション悪いセクタのリスト）から除去されかつセクタは、ファイル・シ ステムによる割り当てに対して利用可能になる。 エキジッティング段階３２２は、次いで、本方法によってなされた他の変更を クリーン・アップ（清掃）し、最初のシステム・インジケータ５０（図３）を復 元し、かつ再検証段階１４２を行うために図４及び５に示す主要ルーチンに出戻 る。 本発明の代替方法は、システム・インジケータ５０（図３）の認識されない値 によって示される、異質または未知のパーティションの移動及び複写を許容する 。選択パーティションがソース・ディスクとは異なるシリンダ、側面、またはト ラック毎のセクタの数を有しているターゲット・ディスクへ複写されるべきであ るならば、マニピレーションは、実行されない。インプリメンティング・プログ ラムは、ユーザに問題を単に説明しそして出る。 さもなければ、選択パーティションの内側のセクタの範囲全体が、提案した変 更パーティションのセクタの範囲全体と同様に、悪いセクタに対してテストされ る。このテストは、変更及び選択パーティションがオーバーラップするような場 合に一度だけ各セクタをテストするために最適化することができる。悪いセクタ がいずれかのテストで識別されたならば、マニピレーションは、実行されない。 インプリメンティング・プログラムは、要求された移動または複写オペレーショ ンが安全でないということをユーザに単に説明しそして出る。 悪いセクタが見出されずかつ未知のファイル・システムによって記憶された全 てのセクタ・アドレスが物理的であるよりも（産業標準であるように、パーティ ション開始アドレスに関して）論理的であるならば、ファイル・システムに対し て調整を行う必要はない。それゆえに、未知のファイル・システムの密接な知識 は、複写または移動を実行するために必要なくかつ複製は、ここにおける教示に より選択パーティション内容全体で変更パーティション・ディスク領域を単にオ ーバーレイする。ディスク２にデータを置くためにファイル・システムによって 用いられた物理的構成の知識なしでどれが使用中でありどれがフリーであるかを 知る方法が存在しないので、全てのセクタは、コピーされなければならない。まとめ 纏めると、本発明は、技術的複雑性に不慣れなユーザに、ＩＢＭ−コンパチブ ル・ディスク・パーティションを容易にサイズ変更させ、再構成させ、かつ複製 させる非破壊方法を提供する。ファイル・システム構成、クラスタ位置合わせ、 悪いセクタ・マップ、パーティション・テーブル構成及び値、及び多数の他の詳 細の知識は、ＧＵＩの後ろに隠されかつユーザの汎用指図によりインプリメンテ ィング・プログラムによって処理される。特に、方法は、ＦＡＴパーティション においてクラスタ・サイズを安全に変更する手段を供給する。クラスタ・サイズ 変更は、他のパーティション・マニピレーションと、完全性チェックと、及び復 元方法と、種々の方法で利点的に組み合わせられる。 本発明は、その精神または本質的特性から逸脱することなく他の特定の形式で 実施されうる。記述した実施例は、全ての態様において説明のためだけであり限 定するものではないと考慮されるべきである。特に、説明した段階は、一つお段 階が別の段階の結果に依存しないかぎり異なる順序で実行されうる。従って、本 発明の範疇は、先に説明によるよりも請求の範囲によって示される。請求の範囲 の同等物の意味及び範囲内にある全ての変更は、それらの範疇内に含まれるべき である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＡＵ，ＤＥ，ＤＫ，ＧＢ，Ｊ Ｐ 【要約の続き】 ーティションを含んでいる、ＩＢＭ−コンパチブル・デ ィスク・パーティションを容易にマニピレートさせる。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．ディスク・パーティションをマニピレートするコンピュータ−インプリメン ト式方法であって: ディスクに配置されたＩＢＭ−コンパチブル・パーティションを選択し、 該パーティションは、左側エッジ及び右側エッジを有し、該ディスクは、電 源に連通しているディスク・ドライブに装着され、該ディスクは、複数のセクタ を有し；かつ ユーザ・ディスクを破壊することなく選択パーティションとは異なる数のデ ィスク・セクタを有している変更パーティションを生成すべくその場所で該選択 パーティションをサイズ変更することによって変更パーティションを生成すべく 該選択パーティションを変更する段階を具備することを特徴とする方法。 ２．ディスク・パーティションをマニピレートするコンピュータ−インプリメン ト式方法であって： ディスクに配置されたＩＢＭ−コンパチブル・パーティションを選択し、 該パーティションは、左側エッジ及び右側エッジを有し、該ディスクは、電 源に連通しているディスク・ドライブに装着され、該ディスクは、複数のセクタ を有し；かつ ユーザ・ディスクを破壊することなく選択パーティションとは異なる数のク ラスタ・サイズを有している変更パーティションを生成すべく該選択パーティシ ョンの該クラスタをサイズ変更することによって変更パーティションを生成すべ く該選択パーティションを変更する段階を具備することを特徴とする方法。 ３．ディスク・パーティションをマニピレートするコンピュータ−インプリメン ト式方法であって： ディスクに配置されたＩＢＭ−コンパチブル・パーティションを選択し、 該パーティションは、左側エッジ及び右側エッジを有し、該ディスクは、電 源に連通しているディスク・ドライブに装着され、該ディスクは、複数のセクタ を有し；かつ ユーザ・データを破壊することなく選択パーティションに含まれた少なくと も一つのトラックを締め出す変更パーティションを生成すべく該選択パーティシ ョンを複製することによって該変更パーティションを生成すべく該選択パーティ ションを変更する段階を具備することを特徴とする方法。 ４．前記ディスクに復元パーティション・インジケータを配置する段階を更に具 備することを特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 ５．前記変更段階の前に前記選択パーティションを施錠する段階を更に具備する ことを特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 ６．前記変更段階の後にリブートする段階を更に具備することを特徴とする請求 項１、２、または３に記載の方法。 ７．前記変更段階は、前記変更パーティションの前記サイズの限度を決定するこ とを具備することを特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 ８．前記変更段階は、前記選択パーティションの前記左側エッジを移動しかつ完 全性を保守すべくファイル・システム構成を調整することを具備することを特徴 とする請求項１、２、または３に記載の方法。 ９．前記変更パーティションの前記クラスタ・サイズは、前記選択パーティショ ンの前記クラスタ・サイズよりも大きくかつ前記変更段階は、新たに生成したク ラスタを位置合わせする段階を具備することを特徴とする請求項１、２、または ３に記載の方法。 10．前記変更パーティションの前記クラスタ・サイズは、前記選択パーティショ ンの前記クラスタ・サイズよりも小さくかつ前記変更段階は、新たに生成された 未使用クラスタをフリーにする段階を具備することを特徴とする請求項１、２、 または３に記載の方法。 11．前記変更段階は、ファイル・システム構成を調整する段階を具備することを 特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 12．前記調整段階は、ファイル割り当てテーブルの前記サイズを調整することを 具備することを特徴とする請求項１１に記載の方法。 13．前記選択パーティション、前記変更パーティション、または両方のパーティ ションの内部ファイル・システム・データの完全性及び一貫性を検証する段階を 更に具備することを特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 14．前記変更段階は、当該変更段階の間中、常に前記ディスクの全てのユーザ・ データの少なくとも一つのコピーを保存し、それにより前記ディスク・ドライブ の電源との連通が該変更段階の間中に一時的に割り込まれたならば該ユーザ・デ ータの損失の危険性を低減することを具備することを特徴とする請求項１、２、 または３に記載の方法。 15．前記変更段階は、データ復元方法を採り入れることを具備することを特徴と する請求項１、２、または３に記載の方法。 16．前記変更段階は、前記変更パーティションの悪いセクタのリストを更新する ことを具備することを特徴とする請求項１、２、または３に記載の方法。 17．前記変更段階は、（ａ）前記変更パーティションのシステム領域のファイル ・システム構成の前記サイズを決定し、（ｂ）前記変更パーティションの前記デ ータ領域内にないが代わりに該変更パーティションのファイル・システム構成に 割り当てられる前記選択パーティションのデータ領域を識別し、かつ（ｃ）前記 変更パーティションの前記データ領域内にある前記選択パーティションの使用済 みデータ・セクタの物理的再配置を回避すると同時に、前記変更パーティション の前記データ領域にそれを物理的に再配置することによって前記識別されたデー タ領域からの前記データをクリアすることを具備することを特徴とする請求項１ 、２、または３に記載の方法。