JPS6258479A - フアイルデ−タ用ラベル書き込み方法 - Google Patents
フアイルデ−タ用ラベル書き込み方法Info
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- JPS6258479A JPS6258479A JP61096708A JP9670886A JPS6258479A JP S6258479 A JPS6258479 A JP S6258479A JP 61096708 A JP61096708 A JP 61096708A JP 9670886 A JP9670886 A JP 9670886A JP S6258479 A JPS6258479 A JP S6258479A
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- G11B27/10—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel
- G11B27/19—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier
- G11B27/28—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording
- G11B27/32—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on separate auxiliary tracks of the same or an auxiliary record carrier
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- G—PHYSICS
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
- G11B20/1217—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs
- G11B20/1252—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs for discontinuous data, e.g. digital information signals, computer programme data
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- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
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- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B2220/00—Record carriers by type
- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
- G11B2220/21—Disc-shaped record carriers characterised in that the disc is of read-only, rewritable, or recordable type
- G11B2220/215—Recordable discs
- G11B2220/218—Write-once discs
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
［産業上の利用分野］
本発明は、追記型デバイス（例えば、光ディスタ）の制
御装置に係り、特にデバイス玉に存在するラベルの管理
方式に関し、で、その方式とそれを高速に実現するため
のハードウェアに関する。
御装置に係り、特にデバイス玉に存在するラベルの管理
方式に関し、で、その方式とそれを高速に実現するため
のハードウェアに関する。
［従来の技術］
従来、磁気ディスクや光ディスクのような装置にデータ
をＪ！き込む時は、ファイル名称やデータ１ｇ量を指定
すジ亡・要があった、なお、これらの点に関し、、では
、ハイタックマニュアル（データ管理機能／／光ディス
クサポート）において記述されている。
をＪ！き込む時は、ファイル名称やデータ１ｇ量を指定
すジ亡・要があった、なお、これらの点に関し、、では
、ハイタックマニュアル（データ管理機能／／光ディス
クサポート）において記述されている。
［発明が解決しようとする問題点］
従来のデータファイルとして用いる追記型光ディスクに
おいては、新たにファイルデータを：什き込む時、ファ
イル名称やそのファイルで必要とするデータ８旦をユー
ザが指定し、計算機において光デイスク上にそのファイ
ル用のデータ領Ｉ！ｉ、を確保してから、そのファイル
データをλ・き込むという方法をとっている。しかし、
あらかじめ必要なデータ容量の推定が困這である′１≦
、あるいは指定の為の作業量が多い。従って、実際に；
瞥き込むデータ容：よより、かなり大きなデータ容１’
Ｘｉを指定する傾向にある。この結果、光ディスク北に
は、未書き込み領域が多くなり、光ディスクの利用ｒか
下がる。また、光ディスクへの、堅き込みの途中に電源
遮断等の専き込み中断要因が発生した場合などは、既に
確保した領域が利用できないまま放Ｍさ犯、る為、未ｇ
き込み領域が更に多くなり、光ディスクの利用率が下が
るという欠点があった。
おいては、新たにファイルデータを：什き込む時、ファ
イル名称やそのファイルで必要とするデータ８旦をユー
ザが指定し、計算機において光デイスク上にそのファイ
ル用のデータ領Ｉ！ｉ、を確保してから、そのファイル
データをλ・き込むという方法をとっている。しかし、
あらかじめ必要なデータ容量の推定が困這である′１≦
、あるいは指定の為の作業量が多い。従って、実際に；
瞥き込むデータ容：よより、かなり大きなデータ容１’
Ｘｉを指定する傾向にある。この結果、光ディスク北に
は、未書き込み領域が多くなり、光ディスクの利用ｒか
下がる。また、光ディスクへの、堅き込みの途中に電源
遮断等の専き込み中断要因が発生した場合などは、既に
確保した領域が利用できないまま放Ｍさ犯、る為、未ｇ
き込み領域が更に多くなり、光ディスクの利用率が下が
るという欠点があった。
本発明の目的は、追加書き込み型記憶Ｚ ”ＸＬ Ｌこ
対し１．で、データｇき込み途中において、書き込み中
断等の故障が発生しても、データ朱書き込み領域の検出
と利用が容易なファイルデータの書き込み方法を髭供す
ることにある。
対し１．で、データｇき込み途中において、書き込み中
断等の故障が発生しても、データ朱書き込み領域の検出
と利用が容易なファイルデータの書き込み方法を髭供す
ることにある。
〔問題点を解決するための手段］
新きファイルを確保する時、物理的限界まで書くことが
可能なようにラベルデータを設定して。
可能なようにラベルデータを設定して。
実際にファイルデータの書き込み処理が終了してから、
ラベルデータを補正することにより、容量の推定が困難
という問題点が解決される。
ラベルデータを補正することにより、容量の推定が困難
という問題点が解決される。
また、ファイルデータ書き込み中に、電源断等の顕常が
発生した場合は、回復後にラベルデータを読む事により
、異常が発生したファイルを見付は出して、ラベル袋補
正することにより、異常時の対処が高速に行なうことが
可能となる。
発生した場合は、回復後にラベルデータを読む事により
、異常が発生したファイルを見付は出して、ラベル袋補
正することにより、異常時の対処が高速に行なうことが
可能となる。
［実施例コ
以下、本発明の一実施例を第１図１こより説明する。第
１図において、ホスト計Ｘ機６０は高速チャネル（図示
せず）を介して接続された光デイスク制御装置８０に指
令を送り、光ディスク記憶装圓９０をアクセスする。光
ディスク記憶送置！〕０内の記憶領域は、トラックと呼
ばれる同心円状もしくはスパイラル状の記憶領域を複数
（ｒ Ｌ、各１・・ランクはセクタと呼ばれる一定長の
記憶領域に分かれていて、データの読み出し、易き込み
はトランク番号とセクタ番号からなるアドレスを指定し
てセクタ単位になされる。
１図において、ホスト計Ｘ機６０は高速チャネル（図示
せず）を介して接続された光デイスク制御装置８０に指
令を送り、光ディスク記憶装圓９０をアクセスする。光
ディスク記憶送置！〕０内の記憶領域は、トラックと呼
ばれる同心円状もしくはスパイラル状の記憶領域を複数
（ｒ Ｌ、各１・・ランクはセクタと呼ばれる一定長の
記憶領域に分かれていて、データの読み出し、易き込み
はトランク番号とセクタ番号からなるアドレスを指定し
てセクタ単位になされる。
ファイルデータ記憶用の光ディスクには、複数のファイ
ルラベルをまとめて保持するラベルエリア１００と、複
数のファイルのファイルデータをまとめて保持するデー
タエリア２００に分けられる。本実施例においては、第
２図に示すようにラベル領域１００は、各ファイル毎に
２つのファイルラベルを保持する。すなわち、第２図に
例示するように、ファイルＡのラベルエリアは第Ｑ ｆ
、／／りに記録された第１ラベル１００Ａ−，１と次
の第Ｑ＋１セクタに記録された第２ラベル１００Ａ−２
とからなる。ファイルＢのラベルも２つのラベル］、０
ＯＢ−１，，１ＯＯＢ−２からなる。
ルラベルをまとめて保持するラベルエリア１００と、複
数のファイルのファイルデータをまとめて保持するデー
タエリア２００に分けられる。本実施例においては、第
２図に示すようにラベル領域１００は、各ファイル毎に
２つのファイルラベルを保持する。すなわち、第２図に
例示するように、ファイルＡのラベルエリアは第Ｑ ｆ
、／／りに記録された第１ラベル１００Ａ−，１と次
の第Ｑ＋１セクタに記録された第２ラベル１００Ａ−２
とからなる。ファイルＢのラベルも２つのラベル］、０
ＯＢ−１，，１ＯＯＢ−２からなる。
本実施例によるデータ領域２００には、複数のファイル
のデータエリアがすきまなく続けて設けられている点で
従来技術と異なる。すなわち、第２図の例では、ファイ
ルＡのデータ領域２００ Ａは、セクタｉから１’ ＋
ｐまでを占める。ファイル１３のデータ領域２００Ｂ
は、セクタｉ＋ｐ＋ｉからｉ＋ｐ＋ｑまでを占める。
のデータエリアがすきまなく続けて設けられている点で
従来技術と異なる。すなわち、第２図の例では、ファイ
ルＡのデータ領域２００ Ａは、セクタｉから１’ ＋
ｐまでを占める。ファイル１３のデータ領域２００Ｂ
は、セクタｉ＋ｐ＋ｉからｉ＋ｐ＋ｑまでを占める。
本実施例においては、ラベル領域１００内のセクタは書
込みフラグ部ｌ、無効フラグ部２、ファイル名称部３、
データエリアの開始アドレス部４゜終γアＩ・レス部５
およびその他の部分からなる。
込みフラグ部ｌ、無効フラグ部２、ファイル名称部３、
データエリアの開始アドレス部４゜終γアＩ・レス部５
およびその他の部分からなる。
ここでい−５その他の部分は１本発明に直接関係がない
ので説明を省く。また、データ望域２００内の各セクタ
は、暑き込みフラ′ｆ部１．無効フラグ部２．データ部
６およびその他の部分からなる。
ので説明を省く。また、データ望域２００内の各セクタ
は、暑き込みフラ′ｆ部１．無効フラグ部２．データ部
６およびその他の部分からなる。
ここでいうその他の部分は、本発明に直接関係がないの
で説明を省＜、１１込みフラグ部ｌは５そのセクタにフ
ァイルラベルまたはファイルデータが３込まれた時にＩ
Ｉ 、１１１にセットされる。無効フラグ部２は、その
セクタに書込まれたファイルラベルまたはファイルデー
タを無効とする時に′１“がＪ込まれる６ 次に、第２図のファイルラベルとファイルデータの記録
の手順を第３図、第４図を参照して、ファイルＢの場合
について説明する。ユーザブロクラムからファイルＢの
確保要求があると、フ′〆イ）ＩｉＢの第１ラベル１ｏ
ｏｒ（−１（第４図）ヲラヘルＨ域１００内の既に書か
れたファイルへの第２ラベル１ｏＯＡ−２の次のセクタ
（第Ｑ＋２セクタ）に記録する。この際２フアイルＢの
第１ラベル１００Ｂ−１’ のファイル名称フィール＋
−：３１．Ｚは、ユーザプログラムが指定するファイル
名称［１３を３き、開始アドレスフィールド・・１には
、データ領域２００中のデータ書込み済エリアの次のセ
・タタのアドレス、すなわち、今の＆１１では、フン・
ぞルＡのデータエリア２０ＯＡの次のセクタのアト１ノ
ス（ｉ＋ｐ＋１）を書き、終了アドレスフィールド５に
は、データ領域最大アドレスｋを芳き６１Ｗ込みフラグ
フィールド１には′１″をごく （ステップ３００）。
で説明を省＜、１１込みフラグ部ｌは５そのセクタにフ
ァイルラベルまたはファイルデータが３込まれた時にＩ
Ｉ 、１１１にセットされる。無効フラグ部２は、その
セクタに書込まれたファイルラベルまたはファイルデー
タを無効とする時に′１“がＪ込まれる６ 次に、第２図のファイルラベルとファイルデータの記録
の手順を第３図、第４図を参照して、ファイルＢの場合
について説明する。ユーザブロクラムからファイルＢの
確保要求があると、フ′〆イ）ＩｉＢの第１ラベル１ｏ
ｏｒ（−１（第４図）ヲラヘルＨ域１００内の既に書か
れたファイルへの第２ラベル１ｏＯＡ−２の次のセクタ
（第Ｑ＋２セクタ）に記録する。この際２フアイルＢの
第１ラベル１００Ｂ−１’ のファイル名称フィール＋
−：３１．Ｚは、ユーザプログラムが指定するファイル
名称［１３を３き、開始アドレスフィールド・・１には
、データ領域２００中のデータ書込み済エリアの次のセ
・タタのアドレス、すなわち、今の＆１１では、フン・
ぞルＡのデータエリア２０ＯＡの次のセクタのアト１ノ
ス（ｉ＋ｐ＋１）を書き、終了アドレスフィールド５に
は、データ領域最大アドレスｋを芳き６１Ｗ込みフラグ
フィールド１には′１″をごく （ステップ３００）。
その後、第（ｉ＋ｐ＋１）セクタから順次ファイルデー
タをニス＜べきデータがなくなるまで、順次ｒ１接する
セクタにｇいてぃく（ステップ３０２）。
タをニス＜べきデータがなくなるまで、順次ｒ１接する
セクタにｇいてぃく（ステップ３０２）。
この際、データが序込まれたセクタの書込みフラグフィ
ール！−” ｌには１１″が２かれる。こうし、て第・
１図では、セＰｇりｉ＋ｐ＋ｌがらセクタｉ ＋ ｐ＋
ｑまでがファイルＢのデータエリア２００ Ｂを構成す
る。
ール！−” ｌには１１″が２かれる。こうし、て第・
１図では、セＰｇりｉ＋ｐ＋ｌがらセクタｉ ＋ ｐ＋
ｑまでがファイルＢのデータエリア２００ Ｂを構成す
る。
このデータδ込み終Ｊ’ 後、次のようにし、て、・フ
ァイルＥ３の第２ラベル１０・０Ｂ−２を第１ラベル］
、 ＯＯ１１−Ｌ□ ら続く第（Ｑ＋３）番目のセクタ
に記録する。
ァイルＥ３の第２ラベル１０・０Ｂ−２を第１ラベル］
、 ＯＯ１１−Ｌ□ ら続く第（Ｑ＋３）番目のセクタ
に記録する。
第】ラベルの７） ｉ 仁ル名称Ｂと回し、ファイル名
称Ｂ、開始アドレスｉ＋ｐ＋ｌと同じ開始アドレスが第
２ラベル１００１３−２にｇかれ、第２ラベルの終了ア
ドレスフィールド５には、ファイルＢのデータエリア１
００［３の最終セクタのアドレスｉ ＋ ＋３ ＋ ｑ
をａ ＜ ａ ’３込みフラグフィールド１にはｉ＋
１ ＋１を、堅く、更に、第１ラベＪＬ／ ｌ ００
Ｂ −ｉの無効フラグフィールド２に′１′″をセット
する（ステップ３０４）。こうして第２図に示すように
５ラベル１００Ｂ−２が居かれろ。なお、ファイルＢの
第２ラベル書込み前にファイルＢの第１ラベル１００Ｂ
−１の無効フラグフィールド２にＬＬ Ｉ ＩＩをセン
トする（ステップ３０４）。但し、第・１図ではファイ
ルＩ３の第１ラベル１００１１−１’は無効フラグフィ
ールド２が１″にセソ１−される前の状態を示している
。こうして、第１．第２ラベル１００Ｂ−１，，１００
Ｂ−２は第２図に示すものとなる。
称Ｂ、開始アドレスｉ＋ｐ＋ｌと同じ開始アドレスが第
２ラベル１００１３−２にｇかれ、第２ラベルの終了ア
ドレスフィールド５には、ファイルＢのデータエリア１
００［３の最終セクタのアドレスｉ ＋ ＋３ ＋ ｑ
をａ ＜ ａ ’３込みフラグフィールド１にはｉ＋
１ ＋１を、堅く、更に、第１ラベＪＬ／ ｌ ００
Ｂ −ｉの無効フラグフィールド２に′１′″をセット
する（ステップ３０４）。こうして第２図に示すように
５ラベル１００Ｂ−２が居かれろ。なお、ファイルＢの
第２ラベル書込み前にファイルＢの第１ラベル１００Ｂ
−１の無効フラグフィールド２にＬＬ Ｉ ＩＩをセン
トする（ステップ３０４）。但し、第・１図ではファイ
ルＩ３の第１ラベル１００１１−１’は無効フラグフィ
ールド２が１″にセソ１−される前の状態を示している
。こうして、第１．第２ラベル１００Ｂ−１，，１００
Ｂ−２は第２図に示すものとなる。
第２ラベルｌ ＯＯＢ −２が最終的にファイル１３の
ラベルとして利用されるラベルであり、第１ラベル１０
０Ｂ−１は無効フラグ２が゛」″であるため１通常はラ
ベルとしては利用されない。しかし、第１ラベルＬＯＯ
Ｂ−１は、後述するように、ファイルＢのデータ書き込
み中に、データ；Ｉ２′き込みを中断させる故障、例え
ば電源ダウンあるいはプログラムの暴走があった時に、
データ領域２００のどのセクタまでデータがｇき込み済
かを速く検出するのに利用される。
ラベルとして利用されるラベルであり、第１ラベル１０
０Ｂ−１は無効フラグ２が゛」″であるため１通常はラ
ベルとしては利用されない。しかし、第１ラベルＬＯＯ
Ｂ−１は、後述するように、ファイルＢのデータ書き込
み中に、データ；Ｉ２′き込みを中断させる故障、例え
ば電源ダウンあるいはプログラムの暴走があった時に、
データ領域２００のどのセクタまでデータがｇき込み済
かを速く検出するのに利用される。
なお、その後ユーザプロゲラｌいにより、次のフアイル
い−，）の確保要求があった時には、ファイル■３と同
し、ようにして、ファイルラベルおよびファイルデータ
が暑き込まれていく、勿論、ファイル（Ｃ、）の千−タ
エリアは、ファーイルＢのデータエリア２００Ｂの次の
ｉ＋ｐ＋ｑ＋ｌ呑目のセクタから始まる。こうし、で、
いろいろのファイルのデーｑを岐けてデータ領域２００
に格納していくので、データ領域２００はすき間なく利
用できる。
い−，）の確保要求があった時には、ファイル■３と同
し、ようにして、ファイルラベルおよびファイルデータ
が暑き込まれていく、勿論、ファイル（Ｃ、）の千−タ
エリアは、ファーイルＢのデータエリア２００Ｂの次の
ｉ＋ｐ＋ｑ＋ｌ呑目のセクタから始まる。こうし、で、
いろいろのファイルのデーｑを岐けてデータ領域２００
に格納していくので、データ領域２００はすき間なく利
用できる。
さて、ファイルＢのデータの格納途中において、酌述し
、たよつな、書き込み中断故障が生じた時、ホストコ１
算機は、データ書込みが中断されたファイルを無効にす
る必要がある１本実施例での処理を第５図と第６図を参
照して説明する。この場合、第６１′４に示すように、
ファイルＢの第１ラベル１００Ｂ−１’のみが書かれ、
第２ラベル１００１３−２が末だｉかれていない。また
、第６図の場合、ファイルＢのデータは、セクタｉ＋ｐ
＋１からＷまで左き込まれたと仮定している。
、たよつな、書き込み中断故障が生じた時、ホストコ１
算機は、データ書込みが中断されたファイルを無効にす
る必要がある１本実施例での処理を第５図と第６図を参
照して説明する。この場合、第６１′４に示すように、
ファイルＢの第１ラベル１００Ｂ−１’のみが書かれ、
第２ラベル１００１３−２が末だｉかれていない。また
、第６図の場合、ファイルＢのデータは、セクタｉ＋ｐ
＋１からＷまで左き込まれたと仮定している。
尤ス、ラベル頭１４１００内のラベルを読む（ステップ
・３００）。そのラベルのフィールド５内の終了アドレ
スがデータエリア最大アドレスｌ（に等しいか否かを判
断する（ステップ４０２）。但し。
・３００）。そのラベルのフィールド５内の終了アドレ
スがデータエリア最大アドレスｌ（に等しいか否かを判
断する（ステップ４０２）。但し。
この判断は、無効フラグフィールドＪが゛」°゛でない
ラベル、つまり有効ラベルについてのみ行なう。この判
別により一致が検出されなければ、次のラベルについて
ステップ４００，４０２を繰り返す、ステップ４０２に
おいて一致が検出された場合、そのラベル（今の場合、
ラベル］、 ＯＯＢ −１Ｍ内の開始アドレスフィール
ド４内の開始アドレス（今の場合ｉ＋ｐ＋１）のセクタ
データを読み出すくステップ４０２）、読み出したセク
タのに込みフラグが１であるかにより、そのセクタにデ
ータが書き込み済か否か判定する（ステップ４０Ｇ）、
そのセクタが書き込み済の時は、次のセクタを読み（ス
テップ４０８）、再びステップ４０６の判定を行なう。
ラベル、つまり有効ラベルについてのみ行なう。この判
別により一致が検出されなければ、次のラベルについて
ステップ４００，４０２を繰り返す、ステップ４０２に
おいて一致が検出された場合、そのラベル（今の場合、
ラベル］、 ＯＯＢ −１Ｍ内の開始アドレスフィール
ド４内の開始アドレス（今の場合ｉ＋ｐ＋１）のセクタ
データを読み出すくステップ４０２）、読み出したセク
タのに込みフラグが１であるかにより、そのセクタにデ
ータが書き込み済か否か判定する（ステップ４０Ｇ）、
そのセクタが書き込み済の時は、次のセクタを読み（ス
テップ４０８）、再びステップ４０６の判定を行なう。
こうして、データがＨき込ま、ｈている最終のセクタ（
ｆの場合Ｗ）へのアクセスが終了すると、そのファイル
の第１ラベル１００Ｂ−１’ の無効フラグフィールド
２に″】′をセントする（ステップ４１０）。次にファ
イル名作＋３と、先にファイルＢのラベルへ１００Ｂ−
１′から読み出された開始アドレスｉ＋ｐ＋１と、ファ
イルＢのデータがｇき込まれた最後のセクタのアドレス
に等しい終了アドレスＷとからなる第２のラベル１００
Ｂ−２を書き込む（ステップ・・！１２）。この時、こ
のラベル１００Ｂ−２の書き込みフラグは ｉ＋ １“
にセットされるのは言うまでもない。その後、この第２
のラベル１００Ｂ−２の無効フラグフィールド２に１．
１１ ＩＩ ％書き込み、このラベルを無効にする（ス
テップ４．１４）。
ｆの場合Ｗ）へのアクセスが終了すると、そのファイル
の第１ラベル１００Ｂ−１’ の無効フラグフィールド
２に″】′をセントする（ステップ４１０）。次にファ
イル名作＋３と、先にファイルＢのラベルへ１００Ｂ−
１′から読み出された開始アドレスｉ＋ｐ＋１と、ファ
イルＢのデータがｇき込まれた最後のセクタのアドレス
に等しい終了アドレスＷとからなる第２のラベル１００
Ｂ−２を書き込む（ステップ・・！１２）。この時、こ
のラベル１００Ｂ−２の書き込みフラグは ｉ＋ １“
にセットされるのは言うまでもない。その後、この第２
のラベル１００Ｂ−２の無効フラグフィールド２に１．
１１ ＩＩ ％書き込み、このラベルを無効にする（ス
テップ４．１４）。
第７図は以上の処理が終了した後のファイルＢの第１．
第２ラベル１００Ｂ−１’ 、１００Ｂ−２’を示す。
第２ラベル１００Ｂ−１’ 、１００Ｂ−２’を示す。
第７図から明らかなように、第２ラベル１００Ｂ −２
’の終了アドレスＷが、この光デイスク記録装置に書込
まれたデータ領域の末尾のセクタＷのアドレスと一致す
る。
’の終了アドレスＷが、この光デイスク記録装置に書込
まれたデータ領域の末尾のセクタＷのアドレスと一致す
る。
従って、ホスト計算機６０は、 ｔＪＴたなファイルデ
ータをこの記９′Ａ［に書き込む時、ラベル領域１００
内のラベルを順次読み出し、それらの終了アドレスフィ
ール！−５内の柊でアドレスの内、システム限界アドレ
スにとは異なり、かつ最大の値のものを選択するか、も
しくは、ラベル領域のラベルの内、最後の位置に書かれ
たラベル内の終了アドレスを読むことにより、データ領
域２００のどのセクタまで既にデータが書き込み済かを
知ることが出来る。この最終アドレスＷが光ディスクに
書か右でいないと、ホスト計算機はデータ領域２００を
順次読み出し、データが書かれている最後のセクタをさ
がす必要があるが、これは記憶情報の多い光ディスクで
は、大きな時間が必要となり、実用上望ましくない。
ータをこの記９′Ａ［に書き込む時、ラベル領域１００
内のラベルを順次読み出し、それらの終了アドレスフィ
ール！−５内の柊でアドレスの内、システム限界アドレ
スにとは異なり、かつ最大の値のものを選択するか、も
しくは、ラベル領域のラベルの内、最後の位置に書かれ
たラベル内の終了アドレスを読むことにより、データ領
域２００のどのセクタまで既にデータが書き込み済かを
知ることが出来る。この最終アドレスＷが光ディスクに
書か右でいないと、ホスト計算機はデータ領域２００を
順次読み出し、データが書かれている最後のセクタをさ
がす必要があるが、これは記憶情報の多い光ディスクで
は、大きな時間が必要となり、実用上望ましくない。
尚、本実施例におけるラベルの書き方によ九げ。
この光デイスク装置ｉ２を他の；ニーｔ ′ｒｉ−機に
接続した場合でも、その計算機は、ラベル領域を読むだ
けで。
接続した場合でも、その計算機は、ラベル領域を読むだ
けで。
データを書き込まれているセクタの内、末尾のセクタ位
置を同じ様にして高速に知ることが出来るという利点も
ある。
置を同じ様にして高速に知ることが出来るという利点も
ある。
以下具体的に以上の処理を第１図の実施例に）λづいて
説明する。
説明する。
最初にユーザプログラムから、新たにファイルＢの確保
要求が発生し、た時の装置動作（第３図ステップ３００
．）を第・・′１図のファイル１３を例とし、で、説明
する。
要求が発生し、た時の装置動作（第３図ステップ３００
．）を第・・′１図のファイル１３を例とし、で、説明
する。
ホスト計算機６０は、線Ｉ、１８を介しで、光ディス・
り制御装Ｕ８Ｑのレジスタ１８へあらかじめデータエｉ
ｊア最大アドレスｋをセットし、でおく。
り制御装Ｕ８Ｑのレジスタ１８へあらかじめデータエｉ
ｊア最大アドレスｋをセットし、でおく。
ユーザプログラムからファイル確保要求が発生ず乙と、
ホスト計算機６０は、ファイルＢのラベルデータを泣く
ため１次の動作をする。線Ｌ４にファイル割ｉ、、１
ｇで指令し、線Ｌ６にユーザプログうムが指定するファ
イ゛ル・名称（第７１図の場合Ｂ）を、線１，３Ａここ
の要求さす１、たファイルのラベルデータを保持すべき
セクタ７トレス（第・１図の場合Ｑ＋２）を出力する４
割当て指令Ｌ４はオアゲート１２に入力される。このオ
アゲート１２の出力Ｉ４】０は、書込み指令とし、て光
デイスク記憶装置さ１０に送られる、線丁、６上のファ
イル名称は、レシースタト・１にセットさ汎た後１割り
当て指令Ｌ ４Ｌこより開かれろアンＩ−ゲート１５．
線Ｌ１２．バスＬ７を介し、て光デイスク記憶装置９０
へ送られる。後述するように、レジスタ１Ｇには、光デ
ィスク記憶装置９０のデータ領域の内、データ双書。
ホスト計算機６０は、ファイルＢのラベルデータを泣く
ため１次の動作をする。線Ｌ４にファイル割ｉ、、１
ｇで指令し、線Ｌ６にユーザプログうムが指定するファ
イ゛ル・名称（第７１図の場合Ｂ）を、線１，３Ａここ
の要求さす１、たファイルのラベルデータを保持すべき
セクタ７トレス（第・１図の場合Ｑ＋２）を出力する４
割当て指令Ｌ４はオアゲート１２に入力される。このオ
アゲート１２の出力Ｉ４】０は、書込み指令とし、て光
デイスク記憶装置さ１０に送られる、線丁、６上のファ
イル名称は、レシースタト・１にセットさ汎た後１割り
当て指令Ｌ ４Ｌこより開かれろアンＩ−ゲート１５．
線Ｌ１２．バスＬ７を介し、て光デイスク記憶装置９０
へ送られる。後述するように、レジスタ１Ｇには、光デ
ィスク記憶装置９０のデータ領域の内、データ双書。
き込み領域の次のセクタ（データ書込み用先頭セクタ）
のアドレス（第４図の場合、ｉ＋ｐ＋１）を保持してい
る。このアドレスｉ ＋ｐ ＋ １は、線Ｌ１３、ファ
イル割当て指令Ｌ３で開かれるアンドゲート１７．線Ｌ
１４．バスＬ７を介して光デイスク記憶装置９０へ送ら
れる。また、このアドレスは、フリップフロップ５０に
も保持される。
のアドレス（第４図の場合、ｉ＋ｐ＋１）を保持してい
る。このアドレスｉ ＋ｐ ＋ １は、線Ｌ１３、ファ
イル割当て指令Ｌ３で開かれるアンドゲート１７．線Ｌ
１４．バスＬ７を介して光デイスク記憶装置９０へ送ら
れる。また、このアドレスは、フリップフロップ５０に
も保持される。
またレジスタ１８に記憶されたデータエリア最大アドレ
ス（ｋ）は、割当て指令Ｌ４により間かれるアンドゲー
ト１９、バス■、７を介して光ディスク記憶表￥２９０
へ送られる。
ス（ｋ）は、割当て指令Ｌ４により間かれるアンドゲー
ト１９、バス■、７を介して光ディスク記憶表￥２９０
へ送られる。
光デイスク記憶装置９０は書込み指令ｉ、、 、１０
。
。
バスＬ７から送られて来るファイル名、データ訳述み用
先頭セクタアドレス（ｉ＋ｐ＋１、）、データエリア最
大アドレス（ｋ）に基づき、ラベル１００Ｂ−１’
（第１′４図）を遠き込む、二二で；ηき込みフラグ′
１″は光デイスク記憶装置１２９０が悄−トシ、てｇき
込む。
先頭セクタアドレス（ｉ＋ｐ＋１、）、データエリア最
大アドレス（ｋ）に基づき、ラベル１００Ｂ−１’
（第１′４図）を遠き込む、二二で；ηき込みフラグ′
１″は光デイスク記憶装置１２９０が悄−トシ、てｇき
込む。
次にユーザプログラムからのデータ転送要求に応答し２
て、ホスト計算機６０は、次の動作（第３１司ステツプ
３０２）をする。
て、ホスト計算機６０は、次の動作（第３１司ステツプ
３０２）をする。
ホスト計算機Ｉ５０は、このデータ転送要求に応答し、
で書き込み指令を線Ｌ Ｌに出力し、データ書込み用先
頭セクタアドレス（ｉ ’−，ｐ＋１）ｌｌｌｌ：３へ
出ノｊし、、、力き込むへきデータをバスＬ７に出ｊｉ
コする。書き込み指令Ｉ−１はオアゲート１２に人、す
され・乙。オアゲート１２の出力Ｌ １．０はｉき込み
指令とし、て光ディスク記付装五９０へ送られる。
で書き込み指令を線Ｌ Ｌに出力し、データ書込み用先
頭セクタアドレス（ｉ ’−，ｐ＋１）ｌｌｌｌ：３へ
出ノｊし、、、力き込むへきデータをバスＬ７に出ｊｉ
コする。書き込み指令Ｉ−１はオアゲート１２に人、す
され・乙。オアゲート１２の出力Ｌ １．０はｉき込み
指令とし、て光ディスク記付装五９０へ送られる。
一方、フリップフロップ２１はリセットされたままであ
る（このフリップフロップのセントは後述する）６従っ
て、この出力Ｌ１７が入力される一Ｎ定ゲート２・１の
出力は１であるため、アンドゲート２２は開かれている
。従って１貫き込み指令Ｔ、１は、フリップフロップ２
０に送られ、これをセットする。このフリップフロップ
２０の出力し１８によりアントゲート：３１が開かれ、
線Ｌ３を介して送られてきたデータ害き込み用先頭セク
タアドレス（ｉ＋ｐ＋１）は、このアントゲ−１−，３
，１オアゲート３３を通ってレジスタ１６にセソ１へさ
れる。レジスタ１６の出力アドレスは、フリップフロッ
プ２０の出力Ｌ１８によって開がれているアンドゲート
１１０を介してフリップフロップ：３８にセットされ、
更にバスＬ７を介して光デイスク記憶装置１４９０に送
られる。こうして、光ｆイスク記憶装胃９０は、線ＬＩ
Ｏの上の；馨き込み指令し二応答してバスＬ７上のデー
タをフリップフロップ３８、バスＬ７から与えられるア
ドレス（ｉ＋１・＋１）のセクタに書き込む。このみき
込み動作の終了後、光ディスク記憶表Ｖｌ ９０は、線
１．２に動作終了信号を出力する。この（１号により、
フリップフロップ２０がリセットされ、これの出力Ｉ、
１８が入力される否定２５の出力は１となり、アントゲ
ート２３が開かれ、ａ■、ｌ上の書込み指令によりフリ
ップフロップ２１がオンとなり、その出力■、１７は、
アンドゲート３２を開く、このアンドゲート３２には、
レジスタ１Ｇの出力（今の例ではｉ＋ｐ＋１）と定数Ｃ
（今の場合ＩＩ ＋、 ＩＩ ）ど＆加算器：３・ｉで
加算した結果得られる次のセクタアドレス上１ｓｉｃ今
の例では４＋ｐ＋２）が入力されており、このアドレス
はオアゲート３３を介し、てレジスタ】６にセントされ
る。線１−２上のｔｊｊ作終γ信号はディレィ５１で遅
延されて、フリップフロップ２１をリセットする。こう
して５１つのセクタへのデータの書き込みサイクルが終
了する。
る（このフリップフロップのセントは後述する）６従っ
て、この出力Ｌ１７が入力される一Ｎ定ゲート２・１の
出力は１であるため、アンドゲート２２は開かれている
。従って１貫き込み指令Ｔ、１は、フリップフロップ２
０に送られ、これをセットする。このフリップフロップ
２０の出力し１８によりアントゲート：３１が開かれ、
線Ｌ３を介して送られてきたデータ害き込み用先頭セク
タアドレス（ｉ＋ｐ＋１）は、このアントゲ−１−，３
，１オアゲート３３を通ってレジスタ１６にセソ１へさ
れる。レジスタ１６の出力アドレスは、フリップフロッ
プ２０の出力Ｌ１８によって開がれているアンドゲート
１１０を介してフリップフロップ：３８にセットされ、
更にバスＬ７を介して光デイスク記憶装置１４９０に送
られる。こうして、光ｆイスク記憶装胃９０は、線ＬＩ
Ｏの上の；馨き込み指令し二応答してバスＬ７上のデー
タをフリップフロップ３８、バスＬ７から与えられるア
ドレス（ｉ＋１・＋１）のセクタに書き込む。このみき
込み動作の終了後、光ディスク記憶表Ｖｌ ９０は、線
１．２に動作終了信号を出力する。この（１号により、
フリップフロップ２０がリセットされ、これの出力Ｉ、
１８が入力される否定２５の出力は１となり、アントゲ
ート２３が開かれ、ａ■、ｌ上の書込み指令によりフリ
ップフロップ２１がオンとなり、その出力■、１７は、
アンドゲート３２を開く、このアンドゲート３２には、
レジスタ１Ｇの出力（今の例ではｉ＋ｐ＋１）と定数Ｃ
（今の場合ＩＩ ＋、 ＩＩ ）ど＆加算器：３・ｉで
加算した結果得られる次のセクタアドレス上１ｓｉｃ今
の例では４＋ｐ＋２）が入力されており、このアドレス
はオアゲート３３を介し、てレジスタ】６にセントされ
る。線１−２上のｔｊｊ作終γ信号はディレィ５１で遅
延されて、フリップフロップ２１をリセットする。こう
して５１つのセクタへのデータの書き込みサイクルが終
了する。
その後、ホストプロセッサ６０より、書き込み指令Ｌ１
と共に、これと同期し２て次々とデータがバス■７７に
データが送出される。光デイスク制御装置は、同じ動作
を繰り返す、この際、レジスタ１＃３内の１Ｎ〜レスは
、加算器３４Ｊこより順次アドレスが更新され、アント
ゲート４０．フリップフロップ３８、バスＬ７を介して
光デイスク記憶装置９０へ送られる。この書き込み動作
は、ユーザプロゲラ１４が転送要求するデータがなくな
るまでくり返される。こうして、ｉ ＋ ｐ ＋ １セ
クタからｉ＋ｐ＋ｑセクタまで、第４図のようにデータ
が苫き込まれる。ここで書き込みフラグは、光ディスク
記憶装置９０が発生して、すき込む。
と共に、これと同期し２て次々とデータがバス■７７に
データが送出される。光デイスク制御装置は、同じ動作
を繰り返す、この際、レジスタ１＃３内の１Ｎ〜レスは
、加算器３４Ｊこより順次アドレスが更新され、アント
ゲート４０．フリップフロップ３８、バスＬ７を介して
光デイスク記憶装置９０へ送られる。この書き込み動作
は、ユーザプロゲラ１４が転送要求するデータがなくな
るまでくり返される。こうして、ｉ ＋ ｐ ＋ １セ
クタからｉ＋ｐ＋ｑセクタまで、第４図のようにデータ
が苫き込まれる。ここで書き込みフラグは、光ディスク
記憶装置９０が発生して、すき込む。
次にこのデータがなくなった時の動作（第４１４ステツ
プ３０４）を説明する、 先ず、第］ラベルを無効とする処理が次のようになされ
る。ホストプロセッサ６０はＩＰき込むべきデータがな
くなった時には５ラベル更新指令を線Ｌ５に出力し、フ
ァイル＋３のラベル１００ Ｂ−１’のアドレスｆｌ＋
２をｉＬ３に出力する。ラベル更新指令Ｌ５によりフリ
ップフロップ２７がセットされ、その出力Ｌ２０は、無
効指令として。
プ３０４）を説明する、 先ず、第］ラベルを無効とする処理が次のようになされ
る。ホストプロセッサ６０はＩＰき込むべきデータがな
くなった時には５ラベル更新指令を線Ｌ５に出力し、フ
ァイル＋３のラベル１００ Ｂ−１’のアドレスｆｌ＋
２をｉＬ３に出力する。ラベル更新指令Ｌ５によりフリ
ップフロップ２７がセットされ、その出力Ｌ２０は、無
効指令として。
光デイスク記憶装置１ｉ９０に送られる。更に、このフ
リップフロップ２７の出力Ｌ２０は、アントゲート３９
をｌＪσく６腺Ｌ３よりすえられたラベルアドレスｆｌ
＋２は、このアンドゲートを通してバスＬ７に送られる
。光デイスク記憶装置９０は、無効指令Ｘ−２０に応答
して、ラベルアドレスＱ＋２のセクタの無効フラグフィ
ールド２にＩＩ 】、 １１を・ｇき込む。
リップフロップ２７の出力Ｌ２０は、アントゲート３９
をｌＪσく６腺Ｌ３よりすえられたラベルアドレスｆｌ
＋２は、このアンドゲートを通してバスＬ７に送られる
。光デイスク記憶装置９０は、無効指令Ｘ−２０に応答
して、ラベルアドレスＱ＋２のセクタの無効フラグフィ
ールド２にＩＩ 】、 １１を・ｇき込む。
次に、第２ラベルを書く動作がなされる。
Ｊｌ：２第１ラベルの無効動作後、光ディスク記憶’装
置′：１０から出力されるシＪ作終了イご号Ｌ２により
。
置′：１０から出力されるシＪ作終了イご号Ｌ２により
。
アン（〜ゲート２６が開かれフリップフロップ２８がセ
ットされる。なお、フリップフロップ２７は・動作Ｎ
”Ｙ （！号Ｉ−２に応答してその後リセットされる・
フリップフロップ２８のセット出力Ｌ ２ ｉ ｌｅｔ
：オア・ゲート１２に送られ、その出力ＬｉＯは書き込
み指令として光デイスク記憶装置９０に送られ己。また
、フリップフロップ２８の出力Ｌ２１によ−）７ン川−
ケ−１・３５〜：３７が開かれ、それぞれ・のアントゲ
ートを介し、で、レジスタ５０内のファイル■）のデー
タエリアの先頭アドレスｉ＋ｐ＋１ど、し・・ジスタ１
６にあるファイルＢのデータエリア′の最終アＩ〜レス
ｉ ＋ Ｐ ＋ ｑおよびレジスタ１４にあるファイル
名（１’３）がバスＬ７に送られる。
ットされる。なお、フリップフロップ２７は・動作Ｎ
”Ｙ （！号Ｉ−２に応答してその後リセットされる・
フリップフロップ２８のセット出力Ｌ ２ ｉ ｌｅｔ
：オア・ゲート１２に送られ、その出力ＬｉＯは書き込
み指令として光デイスク記憶装置９０に送られ己。また
、フリップフロップ２８の出力Ｌ２１によ−）７ン川−
ケ−１・３５〜：３７が開かれ、それぞれ・のアントゲ
ートを介し、で、レジスタ５０内のファイル■）のデー
タエリアの先頭アドレスｉ＋ｐ＋１ど、し・・ジスタ１
６にあるファイルＢのデータエリア′の最終アＩ〜レス
ｉ ＋ Ｐ ＋ ｑおよびレジスタ１４にあるファイル
名（１’３）がバスＬ７に送られる。
−、、ｌｌｉ 、ホストプロセッサ６０は第２ラベルを
書くへきセクタアドレス０＋２をバスＬ７に出力する。
書くへきセクタアドレス０＋２をバスＬ７に出力する。
光子イスク記憶装置９０は、書き込み指令Ｌ１０、ハス
Ｌ７上のアドレスａ＋２に応答して、へス■、７上のフ
ァイル名Ｂ、データエリア先頭アトＬ・スｉ＋ｐ＋１お
よび終了７１〜レスｉ＋ｐ＋ｑを含む第２ラベル１００
１１−２（第４図）を層く。
Ｌ７上のアドレスａ＋２に応答して、へス■、７上のフ
ァイル名Ｂ、データエリア先頭アトＬ・スｉ＋ｐ＋１お
よび終了７１〜レスｉ＋ｐ＋ｑを含む第２ラベル１００
１１−２（第４図）を層く。
この書き込み動作終了後に出力される動作線ｒ信号Ｌ２
とフリップフロップ２８の出力により、アンドゲート２
９が聞くため、フリップフロップ２８がリセットされる
。
とフリップフロップ２８の出力により、アンドゲート２
９が聞くため、フリップフロップ２８がリセットされる
。
以上により、ファイルラベルとファイルデータの正常時
の書き込み動作が終了する。
の書き込み動作が終了する。
次にデータ領域へのｉき込み動作中に電源１９７等の異
常が発−ｔした後の回復方法について第５図を参照して
説明する。ホストプロセッサ６０は、ラベル領域内に既
に−１９かれているラベル領域内に既に書かれているラ
ベルデータを順次読むために、光ディスクのラベル領域
の先頭アドレスをバスｒ。
常が発−ｔした後の回復方法について第５図を参照して
説明する。ホストプロセッサ６０は、ラベル領域内に既
に−１９かれているラベル領域内に既に書かれているラ
ベルデータを順次読むために、光ディスクのラベル領域
の先頭アドレスをバスｒ。
７経由で光デイスク記憶装置９０に送り、読み出し指令
を線Ｊ、 ３３経由で光ディスク記憶装［９０に送る。
を線Ｊ、 ３３経由で光ディスク記憶装［９０に送る。
こうして、光ディスクのラベルの情報の１睨み出しが始
まる（第５１４ステツプ４００）。
まる（第５１４ステツプ４００）。
読み出されたうベルデータは、バスＬ ７に送られてく
る。比較器４０は、送られてきたラベルデータの内、終
ｆ７．１ζレス４８前領域５の内容をバスＬ７より取り
出し、て、光ディスクの最終アドレスを記憶しているレ
ジスタ１８の出力Ｉ、１５と比較し、同じ値の時、その
出７Ｊ Ｌ ２４をオンとし、不一致の時はオフとなり
、ホストプロセッサ６０に知らされる（ステップ４０２
）。不一致の時は。
る。比較器４０は、送られてきたラベルデータの内、終
ｆ７．１ζレス４８前領域５の内容をバスＬ７より取り
出し、て、光ディスクの最終アドレスを記憶しているレ
ジスタ１８の出力Ｉ、１５と比較し、同じ値の時、その
出７Ｊ Ｌ ２４をオンとし、不一致の時はオフとなり
、ホストプロセッサ６０に知らされる（ステップ４０２
）。不一致の時は。
ホストプロセッサ６０は、次のラベルデータを読む６１
次のラベルデータの７１−レスをバスＬ７を介して光デ
ィスク記憶装π９０に送る。同様に読み出し、指令もｌ
、３３経出で光デイスク記憶装置５〕０に送２−れる。
次のラベルデータの７１−レスをバスＬ７を介して光デ
ィスク記憶装π９０に送る。同様に読み出し、指令もｌ
、３３経出で光デイスク記憶装置５〕０に送２−れる。
以上の動作を比較器−１０の出力Ｌ２４がオンとなるま
で繰り返す。出力Ｌ ２４がオンとなった時のラベルデ
ータをホストプロセッサ６０で記憶しておく。
で繰り返す。出力Ｌ ２４がオンとなった時のラベルデ
ータをホストプロセッサ６０で記憶しておく。
次にこのラベルデータの内、先頭アドレス領域４のアド
レスをバスＬ７経由で光デイスク記憶装置９０に転送す
ると同時に５読み呂し指令を線Ｌ３３経由で光デイスク
記憶装置９０に送り、そのアドレスのデータを読む（ス
テップ４０４）、そのデータは、バスｒ、７に送られて
くる。送られたデータの内訳き込みフラグフィールド１
だけ、フラグ検出回路４〕−に送られる。回路４１は占
き込みフラグが、未３き込み状態を検出した時のみオン
となる回路である。回路４】の出力が線Ｌ４２５を経由
して、ホストプロセッサ６０に送られる（ステップ４０
６）、ホストプロセッサ６０では、この信号がオフの時
、つまり、未Ｈき込み状態ではない時は、次のデータ領
域を読む為に光ディスクのデータ領域のアドレスを更新
し、て、バスＩ、７経山で送り、読み出し要求Ｌ３：３
をオンとする（ステップ４０８）。
レスをバスＬ７経由で光デイスク記憶装置９０に転送す
ると同時に５読み呂し指令を線Ｌ３３経由で光デイスク
記憶装置９０に送り、そのアドレスのデータを読む（ス
テップ４０４）、そのデータは、バスｒ、７に送られて
くる。送られたデータの内訳き込みフラグフィールド１
だけ、フラグ検出回路４〕−に送られる。回路４１は占
き込みフラグが、未３き込み状態を検出した時のみオン
となる回路である。回路４】の出力が線Ｌ４２５を経由
して、ホストプロセッサ６０に送られる（ステップ４０
６）、ホストプロセッサ６０では、この信号がオフの時
、つまり、未Ｈき込み状態ではない時は、次のデータ領
域を読む為に光ディスクのデータ領域のアドレスを更新
し、て、バスＩ、７経山で送り、読み出し要求Ｌ３：３
をオンとする（ステップ４０８）。
以上の動作を、フラグ検出回路＝１１の出υＬ２５がオ
ンとなるまで繰り返す。これらの一連の動作により、以
前に異常の発生したファイルは、何セクタ２き込まれて
いたかがわかる。次に、この異常の発生したファイルを
無効にする処理が必要である。その為に先ず、当該ファ
イルのラベル情報を無効とする為、Ｌ５を介して削除指
令を出し、ラベルエリアのアドレスをバスＬ７を介して
光ディスク記憶装ぼ９０に送り、ラベルデータの無効フ
ラグをすりとする（ステップ４１０）。
ンとなるまで繰り返す。これらの一連の動作により、以
前に異常の発生したファイルは、何セクタ２き込まれて
いたかがわかる。次に、この異常の発生したファイルを
無効にする処理が必要である。その為に先ず、当該ファ
イルのラベル情報を無効とする為、Ｌ５を介して削除指
令を出し、ラベルエリアのアドレスをバスＬ７を介して
光ディスク記憶装ぼ９０に送り、ラベルデータの無効フ
ラグをすりとする（ステップ４１０）。
このように、終γアドレスだけ夕補正したラベル情報を
５・１ｔデイスクにｉくへ１こ、線工、１を介してコ）
き込む指令を出し、、オアゲート１２．Ｌ１０左介して
光デイスク記憶装置ｆｆ９０に送る。また、アン（−ゲ
ー１．２２３介してフリップフロップ２０にセットされ
Ｌｉ２がオンとなる。一方、−堅き込むべきラベルエリ
アのアドレスをＬ３，３３を介し、で、レジスタ１６に
格納する。レジスタ１）′５・の出力■、１３と■７１
８によりアントゲート４０が成ｑシ１．フリッゴフロツ
プ３８、バスＬ７を介し１て光ディスタ記憶装置９０に
送られ、ラベルが書き込まれる（ステップ４１２）。
次に、二〇譚き込まれたつ・・＼ルを無効にする。へＬ
５とＬ３を使って、前と同様な方法でラベルを無効とす
る（ステップ＝１１４）。
５・１ｔデイスクにｉくへ１こ、線工、１を介してコ）
き込む指令を出し、、オアゲート１２．Ｌ１０左介して
光デイスク記憶装置ｆｆ９０に送る。また、アン（−ゲ
ー１．２２３介してフリップフロップ２０にセットされ
Ｌｉ２がオンとなる。一方、−堅き込むべきラベルエリ
アのアドレスをＬ３，３３を介し、で、レジスタ１６に
格納する。レジスタ１）′５・の出力■、１３と■７１
８によりアントゲート４０が成ｑシ１．フリッゴフロツ
プ３８、バスＬ７を介し１て光ディスタ記憶装置９０に
送られ、ラベルが書き込まれる（ステップ４１２）。
次に、二〇譚き込まれたつ・・＼ルを無効にする。へＬ
５とＬ３を使って、前と同様な方法でラベルを無効とす
る（ステップ＝１１４）。
′Ａ常が発生したファイルに対して、以上のような処理
をすることにより、ラベルエリアとデータエリアの同期
が計られることになる。
をすることにより、ラベルエリアとデータエリアの同期
が計られることになる。
つまり、新規ファイル領域を割り当てる時、ラベル領域
の情報だけで、新規ファイルの開始アドレスを求めるこ
とが可能となる。すなわち、無効フラグがオンであるラ
ベルも含めて、ラベル領域の中で最後に３かれたラベル
の中の最終アドレスの次のアドレスが新規に割り当てる
フ、アイルの開始アドレスとすれば良い。
の情報だけで、新規ファイルの開始アドレスを求めるこ
とが可能となる。すなわち、無効フラグがオンであるラ
ベルも含めて、ラベル領域の中で最後に３かれたラベル
の中の最終アドレスの次のアドレスが新規に割り当てる
フ、アイルの開始アドレスとすれば良い。
［発明の効果コ
本発明によれば、光ディスクのデータ領域に無駄な領域
がなくなる為２理〃１．的なスペース１り用がｐ７能と
なる。また、ファイル割り当てのｂ”；ｒ二、ファイル
名称のみ指定すればよく、どの程度の容：ｌが必要か推
定する必要もなくなり、処３４Ｆが而［ｊ１８化される
効果がある。
がなくなる為２理〃１．的なスペース１り用がｐ７能と
なる。また、ファイル割り当てのｂ”；ｒ二、ファイル
名称のみ指定すればよく、どの程度の容：ｌが必要か推
定する必要もなくなり、処３４Ｆが而［ｊ１８化される
効果がある。
また、書き込み処理中に、エラーが発生した場合に、再
度、ラベル情報の一部をサーチするだけでエラーが発生
したファイル名称を見付は出すことが可能であるので、
処理が高速化がｉ＋丁能である。
度、ラベル情報の一部をサーチするだけでエラーが発生
したファイル名称を見付は出すことが可能であるので、
処理が高速化がｉ＋丁能である。
＝１ 、 ［４面の簡ｑｉな説明
第１図は本発明を適用したデータ処理システムの一実施
例を示す図、第２図は第１図のシステム内の光ディスク
記憶貸方にｇかおるファイルラベルどファイルデータの
フォーマットを示す図、第３Ｌ・４は、第１ ＫＡのシ
ステ１５におけるファイルラベルど７７１′ルデータ＆
き込み動作のフローチャート、第４図は第１図のシステ
ムにおけるファイルラベルとファイルデータの３き込み
途中結果の一例を：ｉｔ ｔ ｌう、第５図は第１図の
システムにおいて７γイ°ルデータの書き込み途中にお
いて書き込みｖ、ｐ ＩＪンｊ、ｉ５ａ因が生し、たｄ
。処理力、。−チャート、第ｅ ’Ａは、第１図のシス
テムにおいて泣き込み中断原し、りが生じ、た時の記録
内容の−Ｎ＆示す図、第７ ≦図は第５［′］′７
′処″１２０後（７） ５ ＜ 、、ＪＬｔ−１’−夕
の一例を ズｊｊｔす図。
例を示す図、第２図は第１図のシステム内の光ディスク
記憶貸方にｇかおるファイルラベルどファイルデータの
フォーマットを示す図、第３Ｌ・４は、第１ ＫＡのシ
ステ１５におけるファイルラベルど７７１′ルデータ＆
き込み動作のフローチャート、第４図は第１図のシステ
ムにおけるファイルラベルとファイルデータの３き込み
途中結果の一例を：ｉｔ ｔ ｌう、第５図は第１図の
システムにおいて７γイ°ルデータの書き込み途中にお
いて書き込みｖ、ｐ ＩＪンｊ、ｉ５ａ因が生し、たｄ
。処理力、。−チャート、第ｅ ’Ａは、第１図のシス
テムにおいて泣き込み中断原し、りが生じ、た時の記録
内容の−Ｎ＆示す図、第７ ≦図は第５［′］′７
′処″１２０後（７） ５ ＜ 、、ＪＬｔ−１’−夕
の一例を ズｊｊｔす図。
８０ 光デイスク制御装置、９０ 光ディスク記ｔσ
装置、１ ｇき込みフラグ、２・・無効フラグ。
装置、１ ｇき込みフラグ、２・・無効フラグ。
１く）０・ラベルデータ格納領域、２００−・ファイル
ぞ一夕格納領Ｆ４ｊ、。
ぞ一夕格納領Ｆ４ｊ、。
代理妙壇上小 刀１ 、勝 、↓グゞ、ヨノ【
第２目
第３目
第ｔｎ
Ｃ口Ｄ
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、複数のファイルデータを格納するデータ領域とファ
イル名称群およびデータ領域内の開始アドレスと終了ア
ドレスを格納するラベル領域とで構成される追記型記憶
装置において、新規にファイルを確保する際、ファイル
名称とデータ領域の中の未書き込み領域の先頭を開始ア
ドレスとし、データ領域の最終を終了アドレスとする第
１のラベルデータをラベル領域に記録し、当該フアイル
へのファイルデータの書き込み処理終了時に当該ファイ
ルのラベル情報の内、フアイル名称と開始アドレスは、
第１のラベルデータと同じとし、終了アドレスは、実際
に書き込んだ量に開始アドレスを加算して終了アドレス
とした第２のラベルデータを新たにラベル領域に記録し
た後、第１のラベルデータを無効とするようなファイル
データ用ラベル書き込み方法。 ２、複数のファイルデータを格納するデータ領域とファ
イル名称群およびデータ領域内の開始アドレスと終了ア
ドレスを格納するラベル領域とで構成される追記型記憶
装置において、新規にファイルを確保する際、ファイル
名称とデータ領域の中の未書き込み領域の先頭を開始ア
ドレスとし、データ領域の最終を終了アドレスとする第
１のラベルデータをラベル領域に記録し、当該ファイル
へのファイルデータの書き込み処理終了時に当該ファイ
ルのラベル情報の内、ファイル名称と開始アドレスは、
第１のラベルデータと同じとし、終了アドレスは、実際
に書き込んだ量に開始アドレスを加算して終了アドレス
とした第２のラベルデータを新たにラベル領域に記録し
た後、第１のラベルデータを無効とするようなファイル
データ用ラベル書き込み方法をファイルを新たに確保す
るごとに行い、いずれかのファイルのファイルデータ書
き込み中に電源断等の異常が発生した場合、異常回復後
にラベル領域内のラベルデータの内の終了アドレスがデ
ータ領域の最終アドレスと一致するラベルデータを見つ
け出し、当該ラベルに対応するファイルデータを未書き
込み状態を検出するまで読み続け、そのアドレスを終了
アドレスとする第３のラベルデータをラベル領域に記録
した後第１と第３のラベルデータを無効とするファイル
データ用ラベル書き込み方法。
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