JPS63103341A - 消去不能な情報媒体によるファイルの管理プロセス - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （発明の背景） 本発明は消去不能な情報媒体によるファイルの管理プロ
セスに関する。このような媒体（ｃａｒｒｉｅｒ）は、
それが低価格であるため、特に大「辻の情報をファイル
するのに使用されている。この媒体はディジタル文書お
よびファイルの整理に関連して次第に多く使われる傾向
にある。

ディジタル光学ディスクは消去不能な情報媒体の一例で
ある。このような媒体では、情報をいつでも古込むこと
ができるが、書込んだ情報を修正することは不可能であ
る。このような媒体は「ウオームＪ　（ＷＯＲＭ）型と
言われる。

ファイル管理プロセスはデータに迅速にアクススできる
ようにする一定の構造にしたがって情報媒体にデータを
記録することができるようにするものである。したがっ
てファイル管理プロセスは、ディレクトリ、ファイルの
内容を表わすデータ、および記録したファイルおよびデ
ィレクトリの特性を記述する記述子を含むいろいろな形
式の対象を記録し、読取り、修正することができなけれ
ばならない。

従来は、対象はトリーの形で記録されており、その終端
のノードすなわち節はファイルおよびディレクトリの他
のノードである。

ディジタル光学ディスクのような消去不能情報媒体は非
常に最近開発された＋Ｉｌｉ報媒体であり、用途の数が
次第に増えていて、磁気ディスクあるいはフロッピ・デ
ィスクのような従来から使用されている消去可能な情報
媒体と置換ねる傾向にある。

ｌＪＮ［Ｘ（ｕ３Ｊ商標）　、　ＭＳＤＯ５（ｆｆ録商
標）まタハその他のプロセスのような消去可能な媒体に
よるファイルの管理プロセスは、これらのプロセスか任
意の情報部分を書直すことが可能であるということを前
提としているので、消去不能な媒体に通用することはで
きない。このため、消去不能媒体によるファイルの管理
に関して特別な方法が提案されてきた。

成るプロセスでは消去可能な媒体と消去不能な媒体との
組合せを１１１提としている。ファイル内容の情報は消
去不能な媒体に記録され、記述情報は消去可能な媒体に
記録される。これらプロセスは充分ではない。何故なら
消去不能な媒体だけを確実に移動させることは不可能で
あり、また消去可能な媒体に書込んだデータが失ねねた
場合に適切なレベルの保障が行われないからである。

消去不能な媒体によるファイルの管理プロセスも知られ
ており、これでは、ｂ’ｒ　ｆ’ｒｔはすべて消去不能
な媒体に記録される。

第１のプロセスは、ＴＳＤＯ５と呼ばれるが、Ｉｎｆｏ
ｒｍａｔ、ｉｏｎ　ＳＬｏｒａｇｃ社のＩ　Ｓ　Ｄ　Ｏ
Ｓマニアル１９８５に記されている。このプロセスでは
、内容情報は格納スペースの一方の終端（ディジタル光
学ディスクの場合には最内側トラックの最初の区画）か
ら順次に記録され、記述情報は格納スペースの他端（デ
ィジタル光学ディスクの場合には最外側トラックの最初
の区画）から順次に記録される。したがって、このプロ
セスでは記述情報と内容情報を分離することができるの
で、記述情報を迅速に探すことが可能であり、したがっ
てファイルに迅速にアクセスすることがきる。

しかしながら、このプロセスには、ディレクトリの単一
レベルしかできないという点で、消去可能な媒体による
ファイルの管理プロセスと比較して限界がある。したか
て、ｒｓｏｏｓプロセスは消去可能な媒体によるファイ
ルの管理プロセスで従来使用されているディレクトリの
トリー状構造を考えない。このように、消去可能な媒体
による二つの異なるディレクトリに同じ名曲を持つ、二
つの異なるファイルをｌ５ＤＯＳプロセスにより同じフ
ァイルの二つの変形体に変換している。その上、存在す
るディレクトリ・レベルは一つしかないのでファイルま
たはファイル変形体を探すにはすべての記述情報を順次
通過しなければならないので、探す時間が余分にかかっ
たりメモリの８計が大きくなったりする。

消去率ｆ１２な媒体によるファイルの管理プロセスも知
られており、これではディレクトリをトリーにしたがっ
て階層的に記録させる。このプロセスはＣＤＦＳと呼ば
わるが、ＭＩＴ　Ｍｅｄｉａの研究所の５１ｍ５ｏｎ　
Ｌ、　Ｇａｒｆｉｎｋｅｌが著した「−回δ込みコンパ
クト・ディスクに関するファイル・システム」に述べら
れている。

このプロセスでは、格納スペース割当て機構は逐次的で
あるから、非常に簡単である。しかしながら、ディレク
トリ、ファイル、および記述子が連続的に記録され、同
じスペースに差込まれるという欠点がある。したがって
、ファイルの探索は、ディレクトリや記述子を順次通過
しなけわばならないが、非常に大量の内容情報が存在す
るために妨げられる。その上、このプロセスは消去不能
媒体に関するエラーの問題を考慮に入れておらず、大量
のファイルでも消去不能な情報媒体の１ブロツクに記録
できるということを＋ｉｆ　ｍとしている。この仮説は
ディジタル光学ディスクのような現存する消去不能な媒
体に関しては実際上不充分である。

史に、ＤＩ旧、ＩＳＴと呼ばれる一般ディレクトリは、
すべてのファイル探索方法の出発点であるが、かさばっ
た構造をしており、各処理の終りに全部書き直される。

これは消去不能な媒体の格納スペースをかなり消費する
ことになる可能性がある。

最後に、ｔｓｏｏｓプロセスおよびＣＤ１ｉＳプロセス
は従来のコンピュータ・ファイルしか考慮していないと
いう欠陥を持っている。こわらはファクシミーリ形式の
ディジタル文１’Ｆのページのような異なるデータ構造
を効果的に管理するようには作られでいない。

本発明の「ｊ的なこれらの欠点を除去することである。

本発明はまた消去可能な媒体に関する既知のファイル管
理プロセスと実質的に同一・に融通性のある利用ができ
る消去不能媒体によるファイルの管理プロセスを提案１
−ることをも［］的としている。

（発明の概要） 本発明は消去不能媒体によるファイルの管理プロセスに
関するものであって、ファイルの見出し、ディレクトリ
、およびファイルまたはディレクトリの記述子のような
、対象を格納することから成るが、前記ファイルおよび
ディレクトリにはデータが入っており、そのアクセスは
前記各ファイルおよびディレクトリに関連する記述子形
式の対象によって規定さね、前記ファイルおよび前記デ
ィレクトリはファイルがその終端ノードを形成している
トリー状構成にしたかって格納され、話トリーは根（ｒ
ｏｏｔ）ディレクトリを備えており、前記プロセスは消
去不能な媒体が幾つかの規格に分割されて前記格納スペ
ースの仕切りを形成し、この仕切りは少なくとも以ドを
備えていることを特徴とする。

ａ）見出しの連続変形体を格納する第１の区画であって
、１１イ記変形体は前記第１の区画に順次書込まれてお
り、各見出し変形体は媒体用の少なくとも一つの識別フ
ィールドと、格納スペースの仕切りを形成する区画のリ
ストを人ねるリスト・フィールドと、第１の物理的アド
レス、第２の物理的アドレス、および第３の物理的アド
レスを入れるデータ・フィールドとを備えている。

ｂ）記述値の論理的アドレスを記述子の物理的アドレス
に変換する変換表の連続変形体を格納する第２の区画で
あって、葭記表の前記変形体は前記第２の区画に順次書
込まわており、１）η記表の各変形体は１表を作るとき
のまたはその後で作られた対象に対する情報を備えしか
も新しい物理的アドレスに対応する格納スベーシの領域
の物理的アドレスに対して、論理的アドレスと物理的ア
ドレスとの対応を確立する十人と、１表に入っている論
理的アドレスの更新のための、論理的アドレスと物理的
アドレスとの対応を確立する補助表とを備えており、変
換表の最新変形体の前記１表および補助表のアドレスは
新しい見出し変形体をそれぞわ前記見出しのデータ・フ
ィールドの第１の物理的アドレスと第２の物理的アドレ
スとに格納する期間中に書込まれる。

Ｃ）ファイルまたはディレクトリの記述子を格納する第
３の区画であって、各記述イーは少なくとも−・つのプ
リアンブルとリスト・フィールドとを備えており、プリ
アンブルは記されている形式（ファイルかディレクトリ
か）を識別する少なくとも一つの識別フィールドと、同
じ記述子の連続する二つの変形体を接続する連鎖フィー
ルドとを備えており、リスト・フィールドは物理的アド
レスとファイルまたはディレクトリか入っている格納ス
ペースの領域の長さとのリストを備えており、根ディレ
クトリの物理的アドレスは現在の見出し変形体のデータ
・フィールドの第３の物理的アドレスに入っている。

ｄ）ディレクトリを格納する第４の区画であって各ディ
レクトリは少なくとも一つのプリアンブルと動作リスト
とを備えており、プリアンブルは少なくとも一つのディ
レクトリ識別子と情報を前記ディレクトリに追加させる
連鎖フィールドを備え、動作リストは前記ディレクトリ
に含まれているファイルおよびディレクトリの記述子の
論理アドレスのリストと前記ディレクトリの前記芥ファ
ルおよびディレクトリの状態（存在しているか除去され
ているか）を示す動作コードとを備えている。

Ｃ）ファイルの内容を格納する第５の区画。

本発明のプロセスは、一方においてこのプロセスで処理
される対象の構造により、他方において格納スペースを
各々が特定の対象形式に関連する複数の区画に細分する
ことにより、消去不能媒体による既知の管理プロセスと
は兄なっている。これら一つの要素を組み合わせると、
ユーザに対して、消去可能媒体によるファイル管理プロ
セスと同じ機能を実質的に提供する非常に融通性のある
ファイル管理か可能になる。

たとえば、本発明のプロセスでは、特に各種対象を分離
してそれぞれを独立に管理される特定区画に格納するこ
とにより安全性を改占することができる。

（実施例） 本発明によれば、消去不能な情報媒体は少なくとも５区
画に分割され、各区画は１種類の対象だけを格納する役
目をし、全区画が格納スペースの仕切りを形成している
。

第１図の実施例で、格納スペースは五つの区画ＳＯ，Ｓ
ｌ、　Ｓ２．　Ｓ：ｌ、およびＳ４から成り、これらは
それぞれ下記の対象を備えている。

−その名前および作成の日付のような媒体に関する固定
情報と、格納スペースおよび仕切りの充填レベルのよう
な可変の、または変わる可能性のある情報とを格納する
見出し記録ＥＴ。

−ユーザから！ｙ−えられた対象の論理的アドレスを格
納スペース内の対応する物理的アドレスに変換する表Ｔ
へＰ０ 一ディレクトリおよびファイルの記述情報を格納する記
述Ｙ・Ｄ［ＥＳ。

一ディレクトリＲ０ 一ファイルの内容を記録するファイルＦ０格納スペース
内に画定された各区画は、論理的観点から、他の区画と
は無関係な要素を構成している。ただし５各区画は、同
じ区画の隣接していない別々の領域に論理リンクを格納
させる手段が設けられている場合には、格納スペースの
中の隣接していない幾つかの領域で構成することができ
る。

今度は第１図に示す区画内に発生する各対象の特定の実
施例について説明する。

第２図は区画ＳＯに入っている見出し情報の好ましい構
造を示す。見出しはプリアンブル、本体、および連鎖フ
ィールドから構成されている。

プリアンブルは固定情報を備えており、三つのデータ・
フィールドで構成されている。

−格納対象が見出しであることを示す識別子Ｉ０ 一正確な構造を示すフォーマット指標ＰＦであつ′Ｃ１
これによって次の見出し情報が格納される。

一消去不能媒体に与えられた名曲を格納する識別子ＰＮ
０ 見出し本体は次のデータ・フィールドから構成さねてい
る。

一変形体番号！１Ｖ。この値は新しい、見出し変形体ご
とに増加する。

一格納スペースの仕切りを構成する区画の数を示す識別
（−１１ＮＳ０ 一格納スペース内に画定された区画のリストを示すリス
ト・フィールドＩＩＬＳ　０ −上表および補助表の記述子と根ディレクトリの記述子
との位置を示す少なくとも三つの物理的アドレスへＰＯ
９八Ｐ１．八Ｐ２を備えているデータ・フィールド１１
Ｕ０ リスト・フィールド１１１．５は格納スペースの仕切り
を形成する区画を規定するすべての情報を備えており、
各区画は下記のデータ群によって規定される。

一区画の名前を格納する識別子ＳＮ。

一区画の開始アドレスおよび終止アドレスを格納するア
ドレス・フィールドＳＤビＩ３およびＦＩＮ０ 一区画にＪＦ込む現在のアドレス、すなわち、見出しを
格納するときの区画内の最初の自由位置を格納するアド
レス・フィールド５Ｃ０−ユーザのために取っておく捕
捉的データ・フィールドＳＵ。

見出し記録の第３の部分は二つの連続する見出し変形体
を、これら変形体が格納スペースに連続的に配置されて
いないとき、接続することかできるようにするポインタ
ＰＴ１１を備えている連２ｉ’ｌフィールドである。

第２図は見出しの好ましい実施例を示″４−０ただし、
他の見出し構造か可能であり、）、νに第２図に示す構
造から−・定のデータ・フィールドを除去して得られる
見出し構造が可能であることは明らかである。

特に、連続する見出し変形体が連続して格納スペースに
潜込まれている場合には連鎖フィールドＰＴＲを除去す
ることか可能である。見出しＰＩ、フォーマットＰＦお
よび異なる区画の記述Ｉｌｌ　Ｓの不可欠の識別機能だ
けを保留するようにデータ・フィールドｌ）Ｎ、　ＩＩ
Ｖ、　ｌｌＮ５　、　ＳＮ、　ＳＣ，およびＳＬＩを除
去１−ることも可能である。

ただし、不必要なデータ・フィールドは情報を探しやす
くするので、特に安全性の観点に関して、幾らか重要で
ある。

連鎖フィールドＰＴｎの使用法を第３図に示す。

この図は連続する見出し変形体ＩＥＴＩ　、　ＥＴ２、
−。

ＥＴｎ　、およびＥＴｎ＋１を示している。

最初のｎヶの見出し変形体は区画ＳＯに連続的に書込ま
れている。この場合、各見出しの連鎖フィールドＰＴＲ
は使用しない。ただし、見出しＥＴｎ＋１は見出しＥＴ
ｎの終わりには書込まれない。これは見出しＩＥＴｎが
区画ＳＯの最後の自由位置に書込まれるときに発生ずる
。この場合、区画ＳＯの延長部を形成するように、格納
スペースの仕切りを修正することが必要である。こわは
区画ＳＯが幾つかの隣接しない領域で構成され、見出し
ＥＴｎが区画ＳＯの−一つの領域の最後の自由位置に示
すときに発生する。

二つの場合とも見出しＥＴｎの連鎖フィールドは見出し
ＥＴｎ＋１の連続′４−る変形体が格納される場所に対
応する物理的アドレスを格納するのに使用される。この
アドレスは見出しＥＴｎを書込むとき見出しＥＴｎの連
鎖フィールドに書込むことができ、見出しＥＴｎ＋１の
古込み場所を取っておきことが可能になる。見出しＥＴ
口＋１を格納するときに連続して書込むこともできる。

本出願人は第２図の見出し構造をディジタル光学ディス
クの管理に使用した。次の例示値はいろいろな見出しパ
ラメータについて選択したものである。

一見出し識別子ＰＩ：４バイト。

一フォーマット識別子ＰＦ：１バイト。

−ディスクの名前ＰＮ：１４バイト。

−変形体番号１１Ｖ：２バイト。

一区画番号１１Ｎｓ　：　２バイト。

一区画の名前ＳＮ：Ｉ４バイト。

一ユーザ・データ５１１：１０バイト。

−５ＤεＢ、　５ＦＩＮ、およびＳＣの各アドレス：４
バイトずつ。

−データ１１＋１　：　１００バイト。このうち１２は
第１゜第２．および第３の物理的アドレス用に取ってお
く。

−ポインタＰＴ＋１　：　２バイト。区画の指標用。

この実施例では、各区画は５バイトのデータ項目ＳＮ、
　５ＤＩｉ口、　５ＦＩＮ、　Ｓ（：およびＳυにより
規定され、３６バイトの長さを表わしている。他の要素
ＰＩ。

ＰＦ、　ＰＮ、　ＩＩＮ、　ｌｌＮ５　、　ｌ！Ｕおよ
びＰＴＲの長さは一定長の１２３バイトである。

扇形状に組織さね、それぞれ１０２４バイトの長さを備
えているディジタル光学ディスクの場合には、扇形部は
格納スペースの仕切りを２５区画に画定する見出しを入
れることができる。仕切りの区画の数がもっと大きけれ
ば、見出し記録には少なくとも二つの扇形部分が必要で
ある。

次に消去不能媒体に関する別々の可能な動作を航記見出
し構造について要約する。たとえば、消去不能媒体は扇
形に組織されたディジタル光学ディスクであると仮定す
る。

ディジタル゛′・−′−ディスクの　１１１つ区画ＳＯ
は以後に続く見出し変形体の格納のために取っておく。

ディスクの名前ＰＮ、少なくとも区画ＳＯ１および変形
体指標１１Ｎ＝１を備えている初めの見出し変形体を区
画ＳＯの開始アドレスに書込む。

ディジタル３−Ｘ、ディスクの１′に 装填は区画ＳＯの開始アドレスに位置を仮定し、次いで
見出し変形体を連続して読取ることから成る。最も最近
の変形体は空白の扇形部に直ぐ続くものである。０でな
い見出しの連鎖フィールドに来たら、読取りをこのフィ
ールドに割当てられた区画で続ける。装填を実現′１−
る機能は人力点てディスク名を受取り、フィールドＩＩ
Ｎがこの名前を備えていることをチェックする。

１１１シ亦ン　の： 新しい見出し変形体は装填動作の後で作ることかできる
。値＋１Ｖは１だけ増加する。見出し情報は連鎖がない
場合見出し区画（区画ＳＯ）の現行アドレスＳＣに書込
まれる。新しい見出し変形体では、補記現行アドレスは
前記新しい見出し変形体の長さだけ値が増加する。

囚四ｎ且戎 区画の作成はこれら各フィールド（ＳＮ、　５ＤＥＢ。

５ＦＩＮ、　ＳＣおよびＳＯ）に通知してから区画番号
１１Ｎｓに１を加え、新しい見出し変形体を作ることか
ら成る。幾つかの区画を同時に作ると単一見出し変形体
が作られる。

区血皇皿基 区画は区画リスト（ＩＩＬｓ）中の、その名前（ＳＮ）
またはそのランクを示せば開かれる。これはその而にデ
ィジタル光学ディスクが装填されていることを＠提とす
る。区画の開放によりアドレスＳＣとアドレス５ＦＩＮ
との間に現行アドレスの場所ができる。

・−アドレスのη°Ｉｖｔ″め 区画の現行アドレスは、書込みが扇形部をアドレス５Ｄ
ＥＢからアドレス５ＦＩＮまで順次に割当てることによ
り行われる場合、前記区画の最初の空白扇形部に相当す
る。現行アドレスの位置決めは出発点として仕切りの開
放中に得られたアドレスＳＣを取ることによって速くな
る。ＳＣの値は、最後の見出し変形体が作られてから区
画への書込みがなかった場合には真の現行アドレスに等
しく、逆の場合には少ない。

区画さΩ表置り あらかじめ開いている区画への書込みは現行アドレスで
整数Ｎの扇形部について行われる。その後現行アドレス
は扇形部Ｎヶ分だけ増加する。終止アドレス５ＦＩＮに
達すると、区画は一杯になり、それ以上そこに書込むの
は不可能である。

囚画き夏孟及必り あらかじめ開いている区画への読み込みはアドレス５Ｄ
ＥＢと５ＦＩＮとの間で行われる。アドレスは絶対項（
ディスクの出発点に対する変位）または相対項（５ＤＩ
ＥＢに対する変位）で表わすことができる。区画の外側
で読もうとするとエラー・コードが送り返される。

今度は第１図に戻る。第２図および第３図を参照すると
区画ＳＯに記録されている見出しに対する好ましい構造
が記されている。記述子ＤεＳに対する好ましい構造に
ついて説明することにする。この種の対象は区画Ｓ２に
格納されている。

記述子はファイルの内容にアクセスするのに必要な情報
の他に、作成日時、アクセス権、などのようなファイル
の記述特性にアクセスするのに必要な情報を備えている
。記述子はデータ・ファイル、ディレクトリ、および論
理的アドレス−物理的アドレス変換表に適用することが
できる。

好ましい記述子の構造を第４図に示す。各記述子は固定
データを入れるためのプリアンブル、変わりやすいデー
タを入れるための本体、および、必要な場合、記述子本
体に入っているデータを更新させる連鎖フィールドから
構成されている。

プロアンプルは下記のデータ・フィールドから構成され
る。

一記述子であることを示す識別子ＰＩ。

−後続の情報の正確な構造を決めるフォーマット指標Ｐ
Ｆ。

一記述子の名前を形成する一連の文字を格納する名前識
別子ＰＮ。

ｍ一連番号ＰＳ。これによって情報の安全性が増す。プ
リアンブルは修正ごとに繰返され、一連番号は発生ごと
に数字が増加する。

−記述の現在の変形体を識別する数値を備えている変形
体番号ｐｖ０ 一記述子の先行変形体のアドレスを備えているポインタ
ＰＡＶＰ０これは補記記述子の連続する変形体を後向き
に接続することによって連結可能にする。

一異種の記述子（ディレクトリ、ファイル、または表）
を識別する形式フィールドＰＴ０記連子本体は全期間に
わたり変わる可能性のあるデータを備えた三つのデータ
・フィールドから構成される。

一作成日時、ファイルへのアクセス権、および他の同様
な特性のような情報を入れるユーザ・データ・フィール
ドＤＩＪ。

一前記記述子に対応するファイル、ディレクトリ、また
は表のデータが格納されている格納スペースの隣接して
いない領域の数を示す正の整数を備えたフィールドＤＮ
Ｓ０ −データ、およびこれら各領域の長さが入っている格納
スペースの異なる領域の物理的アドレスのリストを備え
ているリスト・フィールドＤＴＡ　。

ファイル、ディレクトリ、および変換表のデータは明ら
かに格納スペースに連続して格納することができる。そ
れ酸パラメータ１）ＮＳの値は１であり、フィールドＤ
ＴＡは一つの物理的アドレスと一つの長さ表示とを備え
ている。

しかしながら、特にその格納スペースが扇形部に細分さ
れているディジタル光学ディスクの場合に、データを隣
接していない扇形部に格納することは、成る扇形部には
エラーかあって書込み時にアクセスできないため、ある
いは情報の安全性を向上するため、重要となる場合があ
る。フィールドＤＴ＾はデータを格納する扇形部のリス
トを備えている。

最後に、記述子は連鎖フィールドＰＴＲを備えており、
これは記述子本体に含まれている情報の更新、特に追加
、交換、または記述子本体に入っている情報の除去を行
うのに使用される。

参照することができる、介録番号８５１７６７０、出願
日１９８５年１１月２９０のフランス特許用願書で、出
願人は消去不能な媒体による情報の更新および読取りの
プロセスを記述しており、これは記述子の更新に利用す
ることができる。

第２図に示す見出し構造と関連して述べたように、記述
子の一定のデータ・フィールド、特にＰＮ、　ＰＳ、　
ＰＶ、およびＰＴを本発明によるプロセスの動作を停止
せずに除去することが可能である。

ただし、随意データ・フィールドを除去すると、特に格
納スペースにエラーまたは欠陥を書込む場合に情報を探
し出す可能性に関して、ファイル管理プロセスの性能に
好ましくない結果をもたらす可能性がある。

第５図は第１図の区画Ｓ３に格納されているディレクト
リ形式の対象に対する好ましい構造を示す。各ディレク
トリはプリアンブル、ディレクトリ本体、および連鎖フ
ィールドから構成されている。好ましい方法では、ディ
レクトリのプリアンブルの構造は記述子のプリアンブル
と同じである。ディレクトリと記述子との区別は識別フ
ィールドＰＩに含まれている値で行うことができる。デ
ィレクトリ本体は動作の数を示す第１フイールドＲＮＯ
と動作のリストを規定する第２フイールドＲＬＯとから
構成される。

従来、ファイルはトリー状構造にしたがって格納されて
おり、トリーの根と中間ノードとはディレクトリで構成
され、トリーの菓すなわち終端ノードはファイルで構成
されている。したがって各ディレクトリ形式のノードは
ディレクトリまたはファイル形式の幾つかの粒子あるい
は糸を備えている。

ディレクトリの本体はディレクトリまたはディレクトリ
の糸ファイルの格納を可能とする。糸の数はフィールド
ＲＮＯに格納されており、糸のリストはフィールドＲＬ
Ｏに格納されている。外糸に関連しているのは四つのデ
ータ・フィールドから成る動作である。

一系の作られた状態または除去された状態を示す動作コ
ードＯＣ。

一系ディレクトリまたはファイルの記述子の論理的アド
レスを示す論理的アドレス・フィールド〇へ。

一前記記述子の名前が入っているフィールドＮ０ 一記述子のディレクトリ形式またはファイル形式を格納
するＯＴ形式のフィールド。

最後の二つのフィールドＯＮとＯＴとは随意選択のもの
であるが、メモリの探索速度を増すことができる。

最後に、第６図は区画Ｓ４に入っているファイル形式Ｆ
の、または区画Ｓ１に入っている表形式の対象の構造を
示す。この構造は、他の情報、たとえば、プリアンブル
形式の情報を挿入することなくファイルまたは表の内容
情報に縮小しであるので、特に簡単である。

ファイルまたは表のデータは格納スペースに連続的に格
納することができるし、あるいは幾つかの隣接していな
い領域に格納することができる。

二つの場合とも、格納スペース内のデータの場所はファ
イルまたは表に関連する記述子の本体のフィールドＤＴ
へに含まれている情報によって示される。

第２図から第６図までを参照すると、本発明のファイル
制御すなわち管理プロセスによって処理される各対象の
好ましい構造が記されている。第７図を参照すると、異
なる対象間に存在しファイル管理を可能とする論理的関
係が規定されることになる。

従来は、各ファイルはディレクトリと連結されており、
ディレクトリはトリーを規定するように階層的に差込ま
れている。第８図は第７図の論理的関係に対応するトリ
ーを示す。

第７図で、参照番号２は連続見出し変形体が入っている
区画ＳＯ１連続変換表変形体が人っている区画Ｓｌ、記
述子が入っている区画Ｓ２、およびディレクトリが入っ
ている区画Ｓ３を組込んでいる格納スペースの部分を示
す。

消去不能媒体に入っているファイルにアクセスできるよ
うにする最初の情報は三つの物理アドレスＡＰＯ、ＡＰ
Ｉ　、およびＡＰ２の一群であり、これは見出しＥＴｉ
の現在の変形体のデータ・フィールドＩｌｌに記録され
ている。これら物理的アドレスはそれぞれ主変換表（Ｔ
へＰ）の記述子、補助変換表（ＥＴＡＰ　）の記述子、
およびトリーの根を構成するディレクトリＲ１の記述子
を示している（第８図）。

したがって、物理的アドレスＡＰＯは主変換表と関連す
る区画Ｓ２の記述子ＤＴＡＰｉを指す。参照番号４は第
４図に関して記述した前記記述子の構造を示す。フィー
ルドＤＴＡは主人ＴＡＰｉのデータを備えている区画Ｓ
ｌの各領域のアドレスと長さとを備えている。

同じように、物理的アドレスＡＰＩは補助テーブルに関
連する区画Ｓ２の記述子ＤＥＴＡＰｉの開始アドレスに
等しい。参照数字６はこの記述子の詳細構造を示してい
る。補記記連子のフィールドＤＴＡは区画Ｓｌの領域の
アドレスのリストの他に、それらの長さのリストをも備
えており、これらには補助表ＥＴＡＰｉのデータが入っ
ている。

これら二つの表はファイル管理プロセスにより外部から
受取った論理アドレスと、消去不能媒体の格納スペース
に見つかった対象の真の位置を示す物理的アドレスとの
対応を確定することができるようにする特定のファイル
である。

第１のファイルは論理アドレスに対応する物理的アドレ
スのリストを与える主人ＴＡＰであって、その値は格納
対象の表の中のランクに等しい。

論理アドレスＡＬＯ，Ａｔ、１．および八Ｌ２はそれぞ
れＩＥ表ＴＡＰの記述子、補助表ＥＴＡＰの記述子、お
よび根ディレクトリ旧の記述子を示すために取っておく
ことができる。これらデータは物理的アドレスＡＰＯ，
ＡＰＩ、およびＡＰ２に関して冗長である。

これによって安全性か増大する。新しく作られた論理的
アドレスはその記述子の連２ｎフィールドＰＴＲを経て
前記表に順に追加することができる。

第２のファイルは先行する表を更新することができるよ
うにする補助表ＥＴＡＰである。これは、所与の論理的
アドレスに対して最終変形体の物理的アドレスを与える
論理的・物理的アドレス対から構成されている。この表
は論理的アドレスの上昇順にしたがって配列されていな
い。したがって所与の論理的アドレスの最終変形体に効
果的にアクセスするには外部メモリにロードするのが望
ましい。この補助表は主人と同様の追加により更新する
ことができる。

論理的アドレスから物理的アドレスへの変換は補助表Ｅ
ＴＡＰ内に論理アドレスの最終変形体を探すことから始
まる。論理的アドレスが見つかると、対応する物理的ア
ドレスが選択される。逆の場合には、論理アドレスによ
り与えられるランクで上表ＴＡＰに直接アクセスし、対
応する物理的アドレスを得る。

定期的に上表ＴＡＰと補助表ＥＴＡＰとを混合して更新
した上表ＴＡＰの新しい変形体と新しい始めは空の補助
表ＥＴΔＰとを形成することができる。

今度は現在の見出し変形体のフィールドＩｌｌに含まれ
ている物理的アドレスＡＰ２に戻ると、前記アドレスは
トリーの根を構成しているディレクトリ旧の記述子の区
画Ｓ２の中の場所を指示する。参照数字８は前記記述子
の構造を詳細に示している。

前記記述子のフィールドＯＴへは前記ディレクトリ旧を
備えている区画Ｓ３の領域のアドレスと長さとに関する
情報を含んでいる。１）７ｒ記デイレクトリの内容を参
照番号ＩＯのもとに詳細に示しである。ディレクトリの
異なるデータ・フィールドを見ることが可能であり、そ
の中の成るものの値が表される。

第８図に示すように、ディレクトリ旧はディレクトリＲ
２，Ｒ３，およびファイルＦ１を備えている。ディレク
トリ旧のフィールドＲＮＯの値はしたがって３に等しい
。各ディレクトリＲ２，１３，およびファイルＦｌの記
述子と関連する動作フィールドＯＣに、前記ディレクト
リと前記ファイルとが作られていることを示すために値
ＣＲが入っている（動　−作フイールドＯＣの可能な別
の値は除去を示す値ｓｐである）。

最後に、アドレス・フィールド〇へはそれぞれ区画Ｓ２
の中の記述子ＤＥＳＲ２，ＤＥＳＲ３，およびＤＥＳＦ
　１の論理的アドレスを示す値ＡＤＥＳＲ２，ΔＤＥＳ
Ｒ３゜および八ＤＥＳＦ　１を備えている。明らかにす
るため、前記区画を再び第７図に示しであるが、こむに
参照番号１２を付けである。

このように、表ＴＡＰおよびＥＴΔＰを使用する変換プ
ロセスにしたがフて、論理的アドレスＡＤＨ５ｎ２　、
　ＡＤＨ５Ｒ３、およびΔＤＥＳＦ　１を物理的アドレ
スのＡＰＲ２，ＡＰＲ３，およびＡＰＦ　１に変換する
ことにより、トリーの根を構成しているディレクトリ旧
から直下のノードあるいは節のレベルであるディレクト
リ１１２．　Ｒ３，およびファイルＦｌまで通って来た
。プロセスはトリーの各レベルを通過して消去不能な媒
体に格納されている任意のファイルに到達するように繰
返すことができる。

たとえば、ファイルＦ２およびＦ３に到達するには、そ
の記述子ＤＥＳＲ２を介してディレクトリＲ２の内容に
アクセスする必要がある。これを参照数字１４のもとに
詳細に示しである。そのフィールドＤＴへは区画Ｓ３に
入っているディレクトリＲ２の内容にアクセスするのに
必要な情報を備えている。ディレクトリＲ２は参照数字
１６のもとに詳細に示しである。ディレクトリＲ２はデ
ィレクトリＲ４、およびファイルＦ２．　Ｆ３の存在あ
るいは除去に関する情報および区画Ｓ２の前記ディレク
トリ都よび前記ファイルの記述子のアドレスを備えてい
る。

ファイルＦ１に関しては、その記述子ＤＨ５Ｆ　１は、
その内容を参照数字１Ｂのもとに詳記しであるが、フィ
ールドＤＴＡに含まれている情報を介してファイルの実
際の内容にアクセスできるようにする。

たとえば前記ファイルが区画Ｓ４の二つの別々の領域に
格納されている場合を示しである。

最後に、ディレクトリＲ３の内容にはその記述子ＤＥＳ
１１３を介して、それ自身の記述子によるディレクトリ
Ｒ２と同じ仕方でアクセスすることができる。

第７図は本発明のファイル管理プロセスにより処理され
る対象の構造と、異なる形式の対象間に生ずる論理的関
係とを示している。上の記述から消去不能媒体による本
発明のファイル管理プロセスはトリー状構造にしたがっ
て前記ファイルの管理を可能とするとともに、磁気媒体
のような消去可能な媒体によるファイルの管理プロセス
と同じ方法で前記ファイルを更新することができること
がわかる。

本発明によるファイル管理プロセスが提供する可能性を
示すため、ファイルの管理に利用できる主要機能につい
て、プロセスが処理する対象の構造と関連して説明する
ことにする。たとえば、消去不能な媒体は扇形部で組織
されたディジタル光学ディスクであると仮定する。

埋・アドレスの゛９宵 区画ごとに、見出しはカウンタ（アドレス・フィールド
ＳＣ）を備えているが、これは前記区画に書込むための
次の物理的アドレスの値を格納するものである。Ｎヶの
扇形部から成る大きさの対象を同じアドレスに書込むと
、カウンタは扇形部の大きさのＮ倍増加する。これらカ
ウンタにロードし、その内容を永久的に格納することを
可能とする手段がフランス特許用願書８５１７６７０に
記されている。

４ＡＰがアドレスの 新しいディレクトリまたは新しい記述子に対応する論理
的アドレスの作成は最終論理アドレスを１だけ増加し上
表ＴＡＰに対応する物理的アドレスを加えることによっ
て行われる。厳密に連続して論理的アドレスが作成され
るので、上表ＴＡＰには、補助表ＥＴＡＰを修正せずに
単なる追加だけが行われる。

、−１文　への　　のゴ ディジタル光学ディスクにあらかじめ記録されている対
象に情報を追加するにはポスト・フィールドを利用する
。不規則な長さの不規則な数の情報を追加することが可
能であるが、これはアクセス時間に影響を与える。

成るディジタル光学ディスクは真のポスト・フィールド
を備えているが、これは各区画と関連するデータの小領
域であり、関連扇形部とは無関係に書込むことができ、
変更効果を確定するのに使用される。真のポスト・フィ
ールドを備えていないディジタル光学ディスクの場合に
は、真のポスト・フィールドをシミュレートすることが
できる。このようなシミュレーション・プロセスはフラ
ンス特許出願前８５１７６７０に記されている。

真のポスト・フィールドの場合には、対象に割当てられ
た最終扇形部には酸初Ｏ値が入っている。対象に情報を
追加している間に一連の物理的アドレスが追加された情
報に割当てられる。次にこれら物理的アドレスの最初の
ものが最初の情報の最終扇形部のポスト・フィール゛ド
に入る。プロセスは互いに連結している追加情報に繰返
し適用される。

シミュレートしたポスト・フィールドの場合、連鎖フィ
ールドは、前記扇形部が修正可能な形式のものである場
合、各扇形部の有効長さにわたりサンプルされる。この
場合には、この一連の追加動作は真のポスト・フィール
ドの場合に記したものと同じである。

技監よＵ人辺丘戎 本発明のプロセスにより管理されるディジタル光学ディ
スクの初１ｕｌｌ設定には最初にトリーの根と表ＴＡＰ
およびＥＴＡＰとを形成するディレクトリを作ることが
必要である。この動作は見出しを作成する動作を伴う。

首記動作により、任意の大きさの区画を規定することが
可能である。情報の可能な分布は次のとおりである。

一見出し変形体に対する区画５Ｏ０ −表ＴＡＰおよびＥＴＡＰに対する修正可能な区画一記
述子に対する修正不能な区画Ｓ２゜−ディレクトリに対
する修正可能な区画Ｓ３゜−ファイル内容に対する修正
不能な区画Ｓ４゜表および根の作成動作において、トリ
ーの論理的アドレスＡＬＯ，ＡＬＩ、およびＡｌ１は各
々物理的アドレスが割当てられ、ここでそれぞれ表ＴＡ
ＰおよびＥＴＡＩ）に対する形式ＰＩ＝　ｒファイル記
述子」の記述子と根に対する形式ｐｒ＝　ｒディレクト
リ記述子」の記述子とが入る。このように作られた物理
的アドレスは表ＴＡＰに記録され、これは次にディジタ
ル光学ディスクに書込まれる。表ＥＴＡＰと根を形成す
るディレクトリとは空である。

次に三つの物理的アドレスは見出し情報のユーザ・デー
タＩＩＩに組込まれ、この新しい見出し変形体が区画Ｓ
Ｏに記録される。

表および１の読取り ディジタル光学ディスクの最初の読取り期間中、後続す
るもののない見出し変形体に到達するまで連続変形体を
通過することにより最も最近の見出し情報へのアクセス
が行われる。首記情報のユーザ・データには表ＴへＰお
よびＥＴＡＰの、および根の物理的アドレスが入ってい
る。

ディレクトリの”′ 空きディレクトリの作成は次の二つの動作から構成され
る。

一ディレクトリの区画Ｓ３に物理的アドレス靜を割当て
ること。前記領域はディレクトリのデータ、すなわちプ
リアンブルとこれに続く、最初は動作を含んでいない、
リストとを備えている。

一値１を持つＤＮＳとＡＰを含んでいるＤＴＡとを用い
てディレクトリ記述子を作ること。

一連のファイル記述子を作り、続いてそのディレクトリ
を作ることにより空でないディレクトリを直接作ること
が可能になる。この場合、リストＲＬＯに前記記述子作
成に対応する一連の動作を通知する。

゛　ｍによるディレクトリの　新 ディレクトリの更新は新しい記述子の作成と現存記述子
の除去とに対応づけることができる。各動作に対し、対
応するフィールドが通知を受ける（ＯＣ＝動作コード、
ＯＡ＝記述子を作成する動作により戻された論理的アド
レスまたは除去すべき記述子の論理昨アドレス）。この
ように形成された動作ＲＬＯのリストはプリアンブルＲ
Ｐと結び付けられる。プリアンブル（ＲＰ）は、またけ
増加するシーケンス・フィールドＰＳを除き、ディレク
トリの先行プリアンブルの情報を備えている。次に、「
修正可能対象への情報の追加」の項に記したように、完
全な情報ブロックが現存ディレクトリに追加される。

亦形体−成によるディレクトリの　新 先に述べた更新により一連の修正が行われるが、このた
めアクセス時間が遅くなる可能性がある。これらすべて
の情報を単一ブロツックにまとめる新しいディレクトリ
変形体を構成する必要がある。この動作は単にそのすべ
ての追加事項を備えたディレクトリを読取り、新しい物
理的アドレス静に新しいディレクトリを作ることにより
行われる。プリアンブルＲＰの変形体Ｐｖは１だけ増加
し、フィールドＰＡＶＰにディレクトリの先行変形体の
物理的アドレスが通知される。ディレクトリ記述子の新
しい変形体が作られ、これにはＤＴＡ内の新しい物理的
アドレスＡＰが含まわている。記述子の先行変形体は［
記述子変形体の作成」の項で今後示すように記述子の新
しい変形体と接続される。

ディレクトリの続　リ ディレクトリはその記述子からのとおりに読取られる。

ディレクトリの開始の物理的アドレスはＤＴＡに含まれ
ている最初のアドレスである。動作ｒｌＬＯの最初のリ
ストはメモリに読込まれる。この最初のブロックが追加
の対象（通知された最終扇形部のポスト・フィールド）
を形成する場合には、動作の遵守リストが読取られる。

格納された動作リストには、動作コードＯＣおよびアド
レス・コードＯＡが入っているが、アドレスの除去が存
在する。この場合ＯＣ＝「除去」である。

証り五〇且戎 記述子の作成は必ずその内容の−Ｆ込みに続いて行われ
（アドレスＤＴＡの表が作成されていなければならない
）、こねは次のように行わわる。

−記述子の区画Ｓ２の中にその物理的アドレスＡＰを割
当てることによって論理的アドレス糺を作る。

−そのプリアンブルＤＰ、可能なユーザ・データ・フィ
ールドＤＯ１および内容のアドレス（ＤＮＳおよびＤＴ
Ａ　）のリストを備えている記述子を作成する。

一曲記記述子を物理的アドレス胛に書込む。

ｔ′１１：　亦ンの。

記述子は修正不能であり、変形体作成によってしか発展
することはできない。記述子は新しいファイルに書込む
か、現存するファイルを更新するかして、あらかじめ作
成しておかなければならない。

新しい記述子のプリアンブルは、変形体Ｐｖが１だけ増
加していることおよびアドレスＰへＶＰに先行記述子の
物理的アドレスが知らされていることを除けば、先行記
述子のプリアンブルと同じである。それ改新しい変形体
は始めの記述子と同じ仕方で作られる。

証遷ヱΩ盈畢ユ 記述子の読取りはその論理的アドレスに基いて行われる
。物理的アドレスを減らすため、第７図を参照して述べ
たように、二つの表ＴＡＰおよびＩＥＴＡＰが使用され
る。前記物理的アドレスに存在する記述子の最終変形体
を単に読取るだけで、内容の物理的アドレスを含むこれ
らすべての情報が与えられる。而の変形体にアクセスす
るには、所定の接続に続いてＰＡＶＰを付ける。

１ムヱ±Ω且戎 ファイル内容は次のようにして作成される。

−ファイル内容の区画Ｓ４に論理的アドレスＡＬを作り
、その物理的アドレスをＡＰに割当てる。

−領域の数を１に初期設定し、ＤＴへの最初のアドレス
にＡＰを初期設定する。

一整数Ｎヶの扇形部に対して前記物理的アドレスからフ
ァイルの内容を書込む。書込みエラーが無いときは、物
理的アドレスは１扇形部分だけ進む。書込みエラーがあ
れば、エラーがある扇形部を無視し、次の扇形部に占込
む。領域の数ＤＮＳは１だけ増加し、フィールドＤＴＡ
は、ｉｌＦ込みが支障無く行われている、最初の扇形部
のアドレスを受取る。

−フィールドＤＮＳおよびＤＴＡを形成した状態で、首
記動作には必ず関連記述子の作成が続く。

ス１〕Ｊヒ生更新 ファイルの内容の更新は、新しい記述子変形体を用いて
、追加によってだけ行われる。手順は次のとおりである
。

一区画Ｓ４の新しい物理的アドレスを割当て（ただし論
理的アドレスは割当てない）、前の方法にしたがってフ
ァイルの更新内容を記録する。前記動作により一つ以上
の領域が作られるが、そのアドレスはＮＤＮＳ要素のア
ドレスＮＤＴＡのリストに格納される。

−記述子を読取る。

一区画ＤＮＳの数に丁度作られたばかりの区画ＮＤＮＳ
の数を加え、リストＤＴＡに新しいリストＮＤＴＡを加
える。

御所しい記述子変形体を作る。

二しヱ土Ω盆氷Ａ ファイル内容の読取りはその記述から行う。

ＤＮＳ　′？！１域は、そのアドレスと長さとが記述子
（リストＤＴＡ　）内に示されているが、読取られ、互
いに加え合わされて完全な内容を作る。

文　□　によるファイルまたはディレクトリ探索 ファイルまたはディレクトリの探索はその絶対名称、す
なわち、根からファイルの名前までのディレクトリの名
前を連続したもの、に基いてすべてのサブディレクトリ
を通過しながら行われる。

一連の動作は根ディレクトリを読取ることと、その名前
がチェーンの第１の名前に対応する記述子の論理的アド
レスを探すことである。したがって、プロセスは絶対名
称を形成するすべての連続する相対名称に通用される。

中間の名前はすべてディレクトリ記述子（フィールド形
式ＯＴ＝［ディレクトリ記述子」）に対応しなければな
らない。

プロセスは異なる形式の動作を行うことができる。

−その絶対名称または相対名称によりディレクトリに位
置ぎめすること。

一相対名称によってファイルを探すこと（一つが位置決
めされているディレクトリに）。

−現行ディレクトリが入っているディレクトリに位置決
めすること。

本発明のファイル管理プロセスには非常に一般的な用途
がある。このプロセスは、ＵＮＩＸ（ｆｉ録商標）のよ
うな従来のファイル管理プロセスの実現、あるいはディ
ジタル文書の管理には特に適合しているプロセスの実現
を含むいろいろな用途に使用することができる。

第１図から第８図に関して説明した、可能なすべての機
能がこれに対して規定されている本発明のファイル管理
プロセスはディジタル光学ディスクによる従来のファイ
ル管理プロセスの実現に直接遇用することができる。た
とえば、Ｕ旧×ファイル管理プロセスとの適合性は次の
パラメータを規定することによって確認することができ
る。

−扇形部の大きさＬＳ＝　１０２４バイト。

−４バイト（すなわち、４２９４９６７２９６ケの可能
な値）で表わされる物理的アドレスＡＰ。

−やはり４バイトで表わされる論理的アドレスΔＬ０ 一物理的アドレスを占めるシミュレートしたポスト・フ
ィールド。

＝２５バイトのプリアンブル。この中でＰＩ＝３バイト
（ディレクトリ用のｒＲＥＰ、　、ファイル記述子用の
「叶」、ディレクトリ記述子用のｒＤｌＩＪ　） ＰＦ＝　１バイト（「１」に初期設定されている） ＰＮ＝１４バイト ＰＳ＝　１バイト（２５６ケの可能な値）ＰＶ＝２バイ
ト（６５５３６ケの可能な値）ＰへＶＰ＝　４バイトの
物理的アドレス−２０バイトの動作。この中で ０Ｃ＝１バイト（作成用のｒＣＲＪ、除去用のｒＳＰＪ
　） ＯＡ＝４バイトの論理的アドレス ０Ｎ＝１４バイト ＯＴ＝　１バイト（ディレクトリ用の「Ｒ」、ファイル
用の「Ｆ」） 一ディレクトリ。この中で ＲＮＯ＝２バイト（６５５３６ケの値）、シたがって長
さＬＳ＝　１０２４の扇形部では、４９動作を入れるこ
とが可能であるが、これは限界ではなく、ディレクトリ
は二つ以−トの扇形部に書込むことができる。

一記述子。この中で ＤＩ＋＝６４バイト。ＩＪＮＩＸファイル管理プロセス
の感覚で「ｉノード」の完全な特性を記録できるように
している。

ＤＮＳ＝２バイト ＤＴ八へ物理的アドレス用に４バイト、長さ用および長
さ１０２４の扇形部に４バイト。したがフて１１６￥１
域を入れることが可能であるが、記述子は二つ以上の扇
形部に書込むことができる。

このプロセスはディジタル文書（ディジタル化した計画
書、ファクシミリ式ページなど）の管理に適合すること
ができる。このシステムでは、文書はページで構成され
、一式書類（ｄｏｓｓ　１ｅｒ）で分類することができ
る。ページはプロセスのファイルと同じであるが、文書
と一式書類とはともにディレクトリと同じである。

プロセスはこのようなシステムを前に参照したものとは
わずかに異なるパラメータを規定することによって実現
している。すなわち、 −プリアンブルでは Ｐｌは次の値を仮定することができる。

一式書類の記述子に対するｒｏｏｓ」 文書の記述子に対する　ｒＤＤ（：。

−代書類型ディレクトリに対する　’ｌＩＤ５゜文書型
ディレクトリに対する　ｒＲＤｃｊページ記述子に対す
る　ｒＤＰ。

一動作で ＯＮはＰＩ＝　ｒｌ（ＤＩ；、の場合、ページ番号を持
っている。

ＯＴは一式書類に対して「Ｄ」、文書に対して「Ｆ」、
あるいはページに対して「Ｐ」の値を仮定することがで
きる。

一記述子において、フィールドＤＵは形式ＰＩの機能と
して異なっている。

ＤＵはアクセス権を備えている。ここでＰＩ＝ｒＤＤｓ
ｊまたはｒＤＤＣ，０ ＤＬＩはＰＩ＝ｒＤＰ、の場合にページ特性の記述子を
備えており、この特性は、たとえば、 −ページの大きさ 一捕捉分解能（ａｃｑｕｉｓｉｔｉｏｎ　ｒｅｓｏｌｕ
ｔｉｏｎ）−コード化形式 一方向づけ とすることができる。

この用途で、格納スペースに画定された仕切りは６区画
から構成することかできる。

−見出し変形体のための区画Ｓ０ −表ＴＡＰおよびＥＴＡＰのための修正可能な区画Ｓｔ ｍ＝式書類および文書の記述子のための修正不能区画Ｓ
３ 一ページ記述子のための修正不能な区画Ｓ３−一式書類
および文書形式のディレクトリのための修正可能区画Ｓ
４ 一ページ内容のための修正不能区画Ｓ５この分割により
特に区画Ｓ２およびＳ４の大きさを制限することが可能
になるので、これらをメモリにロードして探索の速度を
速めることができる。

修正可能な区画という語は区画の成る対象が情報を追加
することによって修正し得るという意味に理解される。

これは消去不能媒体が真のポスト・フィールドを備えて
いること、あるいは前記対象に第２図、第４図、および
第５図に示す対象の連ＳｎフィールドＰＴＨのようなシ
ミュレートしたポスト・フィールドが設けられているこ
とを前提としている。

【図面の簡単な説明】

第１図は消去不能媒体の格納スペースを５区画に分ける
仕切りを示す。 第２図は本発明の実施例による見出しの構造を示す。 第３図は変形体が同じ区画にあるとき、および変形体が
異なる区画にあるときの連続見出し変形体間の接続を示
す。 第４図は本発明の好ましい実施例による記述子の構造を
示す。 第５図は本発明の好ましい実施例によるディレクトリの
構造を示す。 第６図は本発明の好ましい実施例によるファイルの構造
を示す。 第７図は本発明によるファイル管理プロセスの動作をそ
の格納スペースが第１図により区画され、それについて
記録対象が第２図から第６図までにしたがう構造を備え
ている、消去不能な情報媒体と関連して示す。 第８図は第７図に示す格納スペースに記録された対象と
合致する構造にしたがうディレクトリおよびファイルを
備えたトリーを示す。

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）消去不能な情報媒体によるファイルの管理プロセ
   スであって、前記プロセスは見出し、ファイル、および
   ディレクトリ形式の対象を格納することから成り、前記
   ファイルおよびディレクトリはデータを備え、そのアク
   セスは前記各ファイルおよびディレクトリに関連する記
   述子形式の対象により規定され、前記ファイルおよびデ
   ィレクトリはファイルがその終端ノードすなわち節を形
   成しているトリー状構造にしたがって格納されており、
   前記トリーは根ディレクトリを組込んでいるものにおい
   て、消去不能媒体の格納スペースは該格納スペースの仕
   切りを形成する幾つかの区画に細分され、前記仕切りは
   更に −見出しの連続変形体を格納する第１の区画であって、
   前記変形体は前記第１の区画に順次書込まれており、各
   見出し変形体は媒体に対する少なくとも一つの識別フィ
   ールドと、格納スペースの仕切りを形成する区画のリス
   トを入れるリスト・フィールドと、第１の物理的アドレ
   ス、第２の物理的アドレス、および第３の物理的アドレ
   スを入れるデータ・フィールドとを備えているような、
   第１の区画と、 −記述子の論理的アドレスを記述子の物理的アドレスに
   変換する変換表の連続変形体を格納する第２の区画であ
   って、前記表の前記変形体は前記第２の区画に順次書込
   まれており、前記表の各変形体は主表を作成するときの
   またはその後で作成された対象に対する情報を備えしか
   も新しい物理的アドレスに対応する格納スペースの領域
   の物理的アドレスに対して、論理的アドレスと物理的ア
   ドレスとの対応を確立する主表と、主表に含まれている
   論理的アドレスの更新のための論理的アドイレスと物理
   的アドレスとの対応を確立する補助表とを備えており、
   変換表の最新の変形体の前記主表と補助表とのアドレス
   は新しい見出し変形体をそれぞれ前記見出しのデータ・
   フィールドの第１の物理的アドレスと第２の物理的アド
   レスとに格納する期間中に書込まれるようになっている
   第２の区画と、 −ファイルまたはディレクトリの記述子を格納する第３
   の区画であって、各記述子は少なくとも一つのプリアン
   ブルとリスト・フィールドとを備えており、プリアンブ
   ルは記されている形式（ファイルかディレクトリか）を
   識別する少なくとも一つの識別フィールドと、同じ記述
   子の連続する二つの変形体を接続する連鎖フィールドと
   を備えており、リスト・フィールドは物理的アドレスと
   ファイルまたはディレクトリを備える格納スペースの領
   域の長さとのリストを備えており、根ディレクトリの物
   理的アドレスは現在の見出し変形体のデータ・フィール
   ドの第３の物理的アドレスに入っているような第３の区
   画と、 −ディレクトリを格納する第４の区画であって各ディレ
   クトリは少なくとも一つのプリアンブルと動作リストと
   を備えており、プリアンブルは少なくとも一つのディレ
   クトリ識別子と情報を前記ディレクトリに追加させる連
   鎖フィールドとを備え、動作リストは前記ディレクトリ
   に含まれているファイルおよびディレクトリの記述子の
   論理アドレスのリストと前記ディレクトリの前記各ファ
   ルおよびディレクトリの状態（存在しているか除去され
   ているか）を示す動作コードとを備えているような第４
   の区画と、 −ファイルの内容を格納する第５の区画と、を備えてい
   ることを特徴とする管理プロセス。
2. （２）連続する見出し変形体を備える区画が満杯のとき
   新しい見出し変形体を現在の見出し変形体の代わりとし
   て入れる場合、新しい区画を作成し、前記新しい見出し
   変形体を前記新しい区画に入れ、前記新しい見出し変形
   体と前記現在の見出し変形体との間を接続することを特
   徴とする特許請求の範囲第１項に記載の管理プロセス。
3. （３）ディレクトリ形式の対象は該対象の内容を更新可
   能とする連鎖フィールドを備えていることを特徴とする
   特許請求の範囲第１項に記載の管理プロセス。
4. （４）ディレクトリ形式の対象は一式書類および文書を
   含んでおり、文書形式のディレクトリは一式書類形式の
   ディレクトリと連結し、ファイル形式の対象は文書形式
   のディレクトリと連結したページを備えており、第３の
   区画はディレクトリ記述子のみを受取り、格納スペース
   はページ記述子形式の対象を受取る第６の区画を備えて
   おり、前記記述子はページの大きさ、捕捉分解能、コー
   ド形式、およびページ方向づけの各特性の少なくとも一
   つを格納するフィールドを備えたプリアンブルを備えて
   いることを特徴とするディジタル文書を管理するための
   特許請求の範囲第１項に記載の管理プロセス。