JPS63244145A - ファイル管理装置 - Google Patents
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- JPS63244145A JPS63244145A JP63032012A JP3201288A JPS63244145A JP S63244145 A JPS63244145 A JP S63244145A JP 63032012 A JP63032012 A JP 63032012A JP 3201288 A JP3201288 A JP 3201288A JP S63244145 A JPS63244145 A JP S63244145A
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- G11B7/007—Arrangement of the information on the record carrier, e.g. form of tracks, actual track shape, e.g. wobbled, or cross-section, e.g. v-shaped; Sequential information structures, e.g. sectoring or header formats within a track
- G11B7/00745—Sectoring or header formats within a track
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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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- G11B27/329—Table of contents on a disc [VTOC]
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- G11B2020/1893—Methods for assignment of alternate areas for defective areas using linear replacement to relocate data from a defective block to a non-contiguous spare area, e.g. with a secondary defect list [SDL]
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- G11B2020/1896—Methods for assignment of alternate areas for defective areas using skip or slip replacement to relocate data from a defective block to the next usable block, e.g. with a primary defect list [PDL]
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- G11B2220/218—Write-once discs
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- G11B2220/25—Disc-shaped record carriers characterised in that the disc is based on a specific recording technology
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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】
以下の順序で本発明を説明する。
Ａ 産業上の利用分野
Ｂ 従来技術
Ｃ発明が解決しようとする問題点
Ｄ 問題点を解決するための手段
Ｅ 実施例
Ｅｌ データ・メモリ・システム及び記録メモリ・ディ
スク（第２．３図） Ｅ２ ディレクトリ （第１図） Ｅ３ ディレクトリのヘッダ及びセグメント構造（第４
．５図） Ｅ４ ＦＥＭＣＢ及び０ＤＤＣＢ１２８ （第６図） Ｅ５ コントローラによる探索、更新、記録の末端識別
（第７．８，９図） Ｅ６ 媒体欠損の処理（第１０図） Ｅｌ キャッシング（第１１図） Ｅ８ データ・エクステント（第１２図）Ｆ発明の効果 Ａ産業上の利用分野 本発明はデータ・メモリ装置、具体的にはこのようなメ
モリ装置に使用可能なディレクトリに関する０本発明は
いわゆる一回書込み光学ディスク・データ記録媒体など
の消去不能の即ち一回書込みの記録装置に最も有利に使
用できる。
スク（第２．３図） Ｅ２ ディレクトリ （第１図） Ｅ３ ディレクトリのヘッダ及びセグメント構造（第４
．５図） Ｅ４ ＦＥＭＣＢ及び０ＤＤＣＢ１２８ （第６図） Ｅ５ コントローラによる探索、更新、記録の末端識別
（第７．８，９図） Ｅ６ 媒体欠損の処理（第１０図） Ｅｌ キャッシング（第１１図） Ｅ８ データ・エクステント（第１２図）Ｆ発明の効果 Ａ産業上の利用分野 本発明はデータ・メモリ装置、具体的にはこのようなメ
モリ装置に使用可能なディレクトリに関する０本発明は
いわゆる一回書込み光学ディスク・データ記録媒体など
の消去不能の即ち一回書込みの記録装置に最も有利に使
用できる。
Ｂ従来技術
ディレクトリは計算機のデータ・ベース中のデータをア
クセスするのに使用されている。ディレクトリの普通の
タイプいわゆる木（ｔｒｅｅ）ディレクトリであり、こ
れでは上のディレクトリ・レベルが下のディレクトリ・
レベルを指定し、このレベルが可能な時はより下のディ
レクトリ・レベルを指定し、このレベルが次にアクセス
できるデータの位置を識別している。ディレクトリの最
上位のレベルはしばしばルート・ディレクトリと呼ばれ
る。このようなディレクトリ構造の例はＩＢＭ社の１９
８３年著作権マニュアル・パーツ番号１５０２３４３に
よって示されるＩＢＭパーソナル・コンピュータ・コン
ピュータ言語シリーズのディスク・オペレーティング・
システム（ＤＯＳ）に使用されている。ディレクトリ構
造はＤＯＳ中でＴＲＥＥ （木）コマンドもしくはディ
レクトリ・コマンドＤＩＲのいずれかによって眺めるこ
とができる。ＳＥＴ ５ＥＡＲＣＨデイレクトリ・コ
マンドとして使用できるＤＯＳコマンドＰＡＴＨが種々
のディレクトリ・レベルへの経路を識別して単一のファ
イルもしくはファイルの群をアクセスしている。ＤＯＳ
中では、各ファイルはファイル名及び３つのアルファベ
ット文字によるオプショナルな拡張によって参照される
。ファイル名及び拡張はピリオドによって分離されてい
る。木ディレクトリの他の例は米国特許第４４６８７２
８号に示されている。
クセスするのに使用されている。ディレクトリの普通の
タイプいわゆる木（ｔｒｅｅ）ディレクトリであり、こ
れでは上のディレクトリ・レベルが下のディレクトリ・
レベルを指定し、このレベルが可能な時はより下のディ
レクトリ・レベルを指定し、このレベルが次にアクセス
できるデータの位置を識別している。ディレクトリの最
上位のレベルはしばしばルート・ディレクトリと呼ばれ
る。このようなディレクトリ構造の例はＩＢＭ社の１９
８３年著作権マニュアル・パーツ番号１５０２３４３に
よって示されるＩＢＭパーソナル・コンピュータ・コン
ピュータ言語シリーズのディスク・オペレーティング・
システム（ＤＯＳ）に使用されている。ディレクトリ構
造はＤＯＳ中でＴＲＥＥ （木）コマンドもしくはディ
レクトリ・コマンドＤＩＲのいずれかによって眺めるこ
とができる。ＳＥＴ ５ＥＡＲＣＨデイレクトリ・コ
マンドとして使用できるＤＯＳコマンドＰＡＴＨが種々
のディレクトリ・レベルへの経路を識別して単一のファ
イルもしくはファイルの群をアクセスしている。ＤＯＳ
中では、各ファイルはファイル名及び３つのアルファベ
ット文字によるオプショナルな拡張によって参照される
。ファイル名及び拡張はピリオドによって分離されてい
る。木ディレクトリの他の例は米国特許第４４６８７２
８号に示されている。
ＩＢＭパーソナル・コンピュータＸＴマシン上で使用さ
れているＤＯＳバージゴン２．３では、ルート・ディレ
クトリはいわゆるハード・ディスク（磁気メモリ）の外
側のトラック中に記憶されているが、サブディレクトリ
と呼ばれる種々の下位レベルはデータ・メモリ・ディス
ク全体を通して分散されている。システムは再書込み可
能であり、ディスクの容量が中程度、即ち５０メガバイ
ト以下の磁気データ・メモリ・ディスクについては良好
に動作している。従って、大容量ディスク、即ち２００
メガバイト以上のディスクに記憶されているデータを効
率的に管理するためには、ＤＯＳ及び他のオペレーティ
ング・システムとともに使用できる木型の改良ディレク
トリが望まれる。
れているＤＯＳバージゴン２．３では、ルート・ディレ
クトリはいわゆるハード・ディスク（磁気メモリ）の外
側のトラック中に記憶されているが、サブディレクトリ
と呼ばれる種々の下位レベルはデータ・メモリ・ディス
ク全体を通して分散されている。システムは再書込み可
能であり、ディスクの容量が中程度、即ち５０メガバイ
ト以下の磁気データ・メモリ・ディスクについては良好
に動作している。従って、大容量ディスク、即ち２００
メガバイト以上のディスクに記憶されているデータを効
率的に管理するためには、ＤＯＳ及び他のオペレーティ
ング・システムとともに使用できる木型の改良ディレク
トリが望まれる。
このような管理は大きな計算力を必要としないで行われ
なければならない、成る光学ディスクはいわゆる一回書
込みディスクであり、ディスク表面上の記録は溶発、ア
モルファスと結晶材料状態間の変化、容発以外のディス
クのトポグラフィの変化、ディスクのカラーの変化等と
いった非可逆的記憶を生じている。−再書込みは又消去
不能記憶と呼ばれる。データ処理環境ではビデオもしく
はイメージ獲得環境と異なって、ファイルの更新として
ディスク上に記憶されるデータは一般に線形状（アドレ
ス順）には生じない。このことは記憶すべきデータを記
述するのに必要とされるデイレクトリの寸法が予定でき
ないことを意味する。即ちデータ記憶空間を最適に利用
し、ディスク上の割当てられたデータ・メモリ位置（デ
ータ・メモリ空間とも呼ばれる）を探知するためのディ
レクトリ探索時間を最小にするディレクトリ管理技術が
必要になる。換言すれば、各ディレクトリ・ブロックで
利用可能な情報を最大化し、データ記憶空間の消費及び
割当てられた空間をアクセスするためのディレクトリ探
索時間を最小にする必要がある。また、各ディレクトリ
は、探索時間を減少するとともに割当てられたデータ・
メモリ空間を、データ・メモリ空間を保持する限界まで
充填可能とするべきである。
なければならない、成る光学ディスクはいわゆる一回書
込みディスクであり、ディスク表面上の記録は溶発、ア
モルファスと結晶材料状態間の変化、容発以外のディス
クのトポグラフィの変化、ディスクのカラーの変化等と
いった非可逆的記憶を生じている。−再書込みは又消去
不能記憶と呼ばれる。データ処理環境ではビデオもしく
はイメージ獲得環境と異なって、ファイルの更新として
ディスク上に記憶されるデータは一般に線形状（アドレ
ス順）には生じない。このことは記憶すべきデータを記
述するのに必要とされるデイレクトリの寸法が予定でき
ないことを意味する。即ちデータ記憶空間を最適に利用
し、ディスク上の割当てられたデータ・メモリ位置（デ
ータ・メモリ空間とも呼ばれる）を探知するためのディ
レクトリ探索時間を最小にするディレクトリ管理技術が
必要になる。換言すれば、各ディレクトリ・ブロックで
利用可能な情報を最大化し、データ記憶空間の消費及び
割当てられた空間をアクセスするためのディレクトリ探
索時間を最小にする必要がある。また、各ディレクトリ
は、探索時間を減少するとともに割当てられたデータ・
メモリ空間を、データ・メモリ空間を保持する限界まで
充填可能とするべきである。
上述の原理及び思想は消去不能メモリ・データに特に関
連するが、含まれる原理は又再書込み可能即ち可逆デー
タ・メモリにも適用可能である。
連するが、含まれる原理は又再書込み可能即ち可逆デー
タ・メモリにも適用可能である。
いずれの型のメモリでも、記憶されるデータが非線形（
非順次的）に追加されるということはディレクトリの寸
法が増大することを意味する。従って、ディレクトリ構
成は構成される限りにおいて完全にモジュール形式で自
足的であり、一方では広範囲の変更及び拡張を可能とす
るものでなければならない、消去不能な記録に関連して
特に注目すべき別の態様においては、たとえば光学的な
データ・メモリ・ディスクに読取り専用セグメントが用
意されている。このような読取り専用セグメントは今後
受入れられてゆくであろう消去不能記録に使用されるの
と同じ型の記録に使用できる。
非順次的）に追加されるということはディレクトリの寸
法が増大することを意味する。従って、ディレクトリ構
成は構成される限りにおいて完全にモジュール形式で自
足的であり、一方では広範囲の変更及び拡張を可能とす
るものでなければならない、消去不能な記録に関連して
特に注目すべき別の態様においては、たとえば光学的な
データ・メモリ・ディスクに読取り専用セグメントが用
意されている。このような読取り専用セグメントは今後
受入れられてゆくであろう消去不能記録に使用されるの
と同じ型の記録に使用できる。
光学的ディスクが工場から出荷される時は、勿論読取り
専用部はディスクに記録されるが、これ等は読取りデー
タのための対応するモジュール型ディレクトリを有する
。ユーザはディスクを読取ると、追加のデータを加える
ことができディレクトリをモジュール単位で拡張し、デ
ィスクがデータで充満される時は、ディスク上に記憶さ
れたすべてのデータについて単一ディレクトリが存在す
る。
専用部はディスクに記録されるが、これ等は読取りデー
タのための対応するモジュール型ディレクトリを有する
。ユーザはディスクを読取ると、追加のデータを加える
ことができディレクトリをモジュール単位で拡張し、デ
ィスクがデータで充満される時は、ディスク上に記憶さ
れたすべてのデータについて単一ディレクトリが存在す
る。
ディレクトリは変更可能であり、消去不能記録上のディ
レクトリのデータの断片化の解消が可能である。この動
作は追加のモジュールを記録されたデータ及びディレク
トリに加えることによって達成される。
レクトリのデータの断片化の解消が可能である。この動
作は追加のモジュールを記録されたデータ及びディレク
トリに加えることによって達成される。
任意のディレクトリ中の探索時間はデータ・メモリ装置
の成功及びデータ・ベースへの迅速なアクセスにとって
重大である。このような探索はデータ・ベースもしくは
ディレクトリ構造をインデックスすることによって行わ
れる。インデキシングの例は米国特許第４６１１２７２
号に開示されている。データを識別もしくは探し出すた
めには、インデックスのみを探索すればよい。この事実
はデータを発見するには、少ないデータ項目を調べれば
よいこと、従って探索時間が減少することを意味する。
の成功及びデータ・ベースへの迅速なアクセスにとって
重大である。このような探索はデータ・ベースもしくは
ディレクトリ構造をインデックスすることによって行わ
れる。インデキシングの例は米国特許第４６１１２７２
号に開示されている。データを識別もしくは探し出すた
めには、インデックスのみを探索すればよい。この事実
はデータを発見するには、少ないデータ項目を調べれば
よいこと、従って探索時間が減少することを意味する。
成るデータ・ベースについては各項目中のフィールドの
１つはインデックス・フィールドとして指定される。通
常このようなインデックス・フィールドは最初に導入さ
れるフィールドとなるように選択され、すなわち最初の
フィールドは各々導入領域の開始時に生じ、これが常に
アクセスされる最初のフィールドなる。このフィールド
の情報内容はデータ・ベースから抽出され、別個のデー
タ・ベース・インデックス中に設定され、データ・ベー
ス・インデックスはデータ項目と独立に探索される。こ
のシステムの限界はどのフィールドをインデックスとし
て使用するかを適切に選択することを保証することにあ
る。勿論、両方の場合に、別個のインデックス・ファイ
ルを記憶するのに追加のデータ・メモリ空間が必要とさ
れる。木型のデータ・ディレクトリも同じようにしてイ
ンデックスされる。改良されたインデックス機能は、ソ
フトウェアのコスト上のオーバーヘッドを最小にして比
較的簡単にデータの多重バージョンを処理するために拡
張可能なディレクトリを収容するのに必要である。
１つはインデックス・フィールドとして指定される。通
常このようなインデックス・フィールドは最初に導入さ
れるフィールドとなるように選択され、すなわち最初の
フィールドは各々導入領域の開始時に生じ、これが常に
アクセスされる最初のフィールドなる。このフィールド
の情報内容はデータ・ベースから抽出され、別個のデー
タ・ベース・インデックス中に設定され、データ・ベー
ス・インデックスはデータ項目と独立に探索される。こ
のシステムの限界はどのフィールドをインデックスとし
て使用するかを適切に選択することを保証することにあ
る。勿論、両方の場合に、別個のインデックス・ファイ
ルを記憶するのに追加のデータ・メモリ空間が必要とさ
れる。木型のデータ・ディレクトリも同じようにしてイ
ンデックスされる。改良されたインデックス機能は、ソ
フトウェアのコスト上のオーバーヘッドを最小にして比
較的簡単にデータの多重バージョンを処理するために拡
張可能なディレクトリを収容するのに必要である。
Ｃ発明が解決しようとする問題点
本発明の目的は、−回書込み、即ち消去可能な記録技術
においてディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領域
をできるだけ完全に充填することにある。
においてディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領域
をできるだけ完全に充填することにある。
本発明の他の目的は、データ・メモリ空間の利用率を最
大化し、迅速なインデックス探索のためにディレクトリ
を比較的圧縮された状態に保持する拡張可能なモジュー
ル型ディレクトリを与えることにある。
大化し、迅速なインデックス探索のためにディレクトリ
を比較的圧縮された状態に保持する拡張可能なモジュー
ル型ディレクトリを与えることにある。
Ｄ問題点を解決するための手段
本発明に従うディレクトリは、データ・メモリ装置中に
記憶されたデータのファイルを識別するファイル名を有
し、このようなファイル名によって識別されるファイル
の位置を指定し、夫々ファイル名に関連する第１のアド
レス・ポインタを含む。ディレクトリはデータ・メモリ
装置中に記憶されることが好ましい。ファイル名及び関
連する夫々の第１のアドレス・ポインタはディレクトリ
内の第１の複数のセグメント・モジュール中に記憶され
る。上記第１の複数の数よりも少ない第２の複数のディ
レクトリ・ヘッダ・モジュールがディレクトリ中にあっ
て、各々が所定の数のセグメント・モジュールを指摘す
る第２めアドレス・ポインタを記憶して、各ヘッダが夫
々のセグメント・モジュールの組に関連するようになっ
ている。さらに各ヘッダ・モジュールはヘッダ・モジュ
ールの他の１つによって指摘されるセグメントの粗生の
ファイルを識別するためのファイル名インデックスを含
む。１回書込み環境では第Ｎ番目のセグメント・モジュ
ールの組はそのセグメント・モジュールを識別する第Ｎ
番目のヘッダ・モジュールを含む、ヘッダ・モジュール
はさらに第Ｎ−１番目の記録ディレクトリ・モジュール
中のセグメントへのインデックスを含む。後者の配列で
は、セグメント・モジュールはデータ・メモリ装置中の
記録と略同時に記憶される。
記憶されたデータのファイルを識別するファイル名を有
し、このようなファイル名によって識別されるファイル
の位置を指定し、夫々ファイル名に関連する第１のアド
レス・ポインタを含む。ディレクトリはデータ・メモリ
装置中に記憶されることが好ましい。ファイル名及び関
連する夫々の第１のアドレス・ポインタはディレクトリ
内の第１の複数のセグメント・モジュール中に記憶され
る。上記第１の複数の数よりも少ない第２の複数のディ
レクトリ・ヘッダ・モジュールがディレクトリ中にあっ
て、各々が所定の数のセグメント・モジュールを指摘す
る第２めアドレス・ポインタを記憶して、各ヘッダが夫
々のセグメント・モジュールの組に関連するようになっ
ている。さらに各ヘッダ・モジュールはヘッダ・モジュ
ールの他の１つによって指摘されるセグメントの粗生の
ファイルを識別するためのファイル名インデックスを含
む。１回書込み環境では第Ｎ番目のセグメント・モジュ
ールの組はそのセグメント・モジュールを識別する第Ｎ
番目のヘッダ・モジュールを含む、ヘッダ・モジュール
はさらに第Ｎ−１番目の記録ディレクトリ・モジュール
中のセグメントへのインデックスを含む。後者の配列で
は、セグメント・モジュールはデータ・メモリ装置中の
記録と略同時に記憶される。
本発明の他の態様では、データ記録媒体上のデータ記憶
空間の割当てはデータ信号を記憶するための微細部分に
なされる。レコード・メモリ・ディスクにおいては、た
とえば、ディスクは等角のデータ・メモリ・セクタに分
割されている。データを記憶するための最小の割当て単
位は所定のトラック内の少数のセクタであり、たとえば
トラック中の２３のセクタ中の２つのセクタである。他
方、ディレクトリのヘッダ・モジュール及びセグメント
・モジュールはトラックもしくは多くのトラック単位に
だけ割当てられ、ディレクトリの割当ての寸法は略ユー
ザ・データのための割当て寸法よりも大きくされる。デ
ィレクトリの記録は順次的であり、すべてのディレクト
リに割当てられたセクタは充填され、他方かなりの種々
の寸法のファイルがデータ領域に記憶されるようになっ
ている。ディレクトリは内部の半径上のトラックから始
まって連続的に半径方向外側に向って記録されることが
好ましい、同様に、データはデータ記録媒体上に一番外
側の半径上のトラックから始まってディレクトリ記録の
方に向かって内方に連続的に記録される。一番外側のト
ラックの１つもしくは２つは、自己ブーティング（ｂｏ
ｏｔｉｎｇ）レコード、媒体の型を含む媒体の定義及び
ディレクトリの成る部分へのポインタのようなシステム
の用途に留保される。他の配列ではディレクトリはデー
タ記憶領域の中心にあってもよく、ディスクのディレク
トリ及びデータ・メモリ領域の独立した成長を支援する
ことができる。
空間の割当てはデータ信号を記憶するための微細部分に
なされる。レコード・メモリ・ディスクにおいては、た
とえば、ディスクは等角のデータ・メモリ・セクタに分
割されている。データを記憶するための最小の割当て単
位は所定のトラック内の少数のセクタであり、たとえば
トラック中の２３のセクタ中の２つのセクタである。他
方、ディレクトリのヘッダ・モジュール及びセグメント
・モジュールはトラックもしくは多くのトラック単位に
だけ割当てられ、ディレクトリの割当ての寸法は略ユー
ザ・データのための割当て寸法よりも大きくされる。デ
ィレクトリの記録は順次的であり、すべてのディレクト
リに割当てられたセクタは充填され、他方かなりの種々
の寸法のファイルがデータ領域に記憶されるようになっ
ている。ディレクトリは内部の半径上のトラックから始
まって連続的に半径方向外側に向って記録されることが
好ましい、同様に、データはデータ記録媒体上に一番外
側の半径上のトラックから始まってディレクトリ記録の
方に向かって内方に連続的に記録される。一番外側のト
ラックの１つもしくは２つは、自己ブーティング（ｂｏ
ｏｔｉｎｇ）レコード、媒体の型を含む媒体の定義及び
ディレクトリの成る部分へのポインタのようなシステム
の用途に留保される。他の配列ではディレクトリはデー
タ記憶領域の中心にあってもよく、ディスクのディレク
トリ及びデータ・メモリ領域の独立した成長を支援する
ことができる。
本発明に関連ある文献としては、米国特許第４５７５８
２７号及び特開昭６１−２６４４６１号公報があげられ
る。
２７号及び特開昭６１−２６４４６１号公報があげられ
る。
Ｅ実施例
Ｅｌ データ・メモリ・システム及び記録メモリ・ディ
スク 種々の図面で同一の部品及び機能は同一の番号で示され
る。先ず、第２図を参照すると、ホスト・プロセッサ１
０（パーソナル・コンピュータのような）はデスク・オ
ペレーテング・システムＤ。
スク 種々の図面で同一の部品及び機能は同一の番号で示され
る。先ず、第２図を参照すると、ホスト・プロセッサ１
０（パーソナル・コンピュータのような）はデスク・オ
ペレーテング・システムＤ。
Ｓｌｌ及び入力／出力システムｌ０８Ｌ２を含んでいる
。ホスト・プロセッサ中で実行されるプログラムはＤＯ
８１１によって実行され、ディスク・メモリ装置、磁気
タイプ、通信システム等のような周辺装置と通信する。
。ホスト・プロセッサ中で実行されるプログラムはＤＯ
８１１によって実行され、ディスク・メモリ装置、磁気
タイプ、通信システム等のような周辺装置と通信する。
ＤＯ８１１は工○Ｓ１２によって周辺装置と通信する。
成るプログラム構造では、ｌ０８１２はＤＯ８１１と一
体になっている。このような場合はＩＢＭパーソナル・
コンピュータＤＯ８の場合であり、ｌ０８１２はＲＯＭ
（読取り専用メモリ）半導体チップ上の基本的入力／出
力システムでＢｒＯ３として表われている。ケーブル１
４はホスト・プロセッサ１ｏをデ−タ・メモリ・システ
ム１３に接続する。メモリ・システム１３は特開昭６１
−２６４４６１号公報に説明されている。データ・メモ
リ・システム１３のコントローラ１５はホスト・プロセ
ッサ１０をディジー・チェイン（環状連鎖）接続１６を
介して複数のディスク・ドライブ１７に接続するための
一般に知られている電子回路を含む。コントローラは通
常のようにコントローラ１５を動作させるための命令の
プログラムより成るいわゆるマイクロコードを実行する
ためのマイクロプロセッサ（図示されず）を含む５通常
のように、コントローラ１５はホスト・プロセッサ１０
から命令及びデータを読取って、ディスク・ファイル１
７から読取ったデータを要求に従ってホスト・プロセッ
サ１０に供給し、サブシステム１３にステータス情報を
与える。番号１９は２本の破線を指し、ディスク・ドラ
イブ１７中のディスクに関してトランスジューサ（図示
されず）を位置付ける、回転する位置の感知の遂行、デ
ータのディスクからの読取り及びディスクへの書込みの
制御、ステータス及び他の機能の感知といったディスク
・ドライブ１７についてのコントローラ１５になじみ深
い制御を表わしている。
体になっている。このような場合はＩＢＭパーソナル・
コンピュータＤＯ８の場合であり、ｌ０８１２はＲＯＭ
（読取り専用メモリ）半導体チップ上の基本的入力／出
力システムでＢｒＯ３として表われている。ケーブル１
４はホスト・プロセッサ１ｏをデ−タ・メモリ・システ
ム１３に接続する。メモリ・システム１３は特開昭６１
−２６４４６１号公報に説明されている。データ・メモ
リ・システム１３のコントローラ１５はホスト・プロセ
ッサ１０をディジー・チェイン（環状連鎖）接続１６を
介して複数のディスク・ドライブ１７に接続するための
一般に知られている電子回路を含む。コントローラは通
常のようにコントローラ１５を動作させるための命令の
プログラムより成るいわゆるマイクロコードを実行する
ためのマイクロプロセッサ（図示されず）を含む５通常
のように、コントローラ１５はホスト・プロセッサ１０
から命令及びデータを読取って、ディスク・ファイル１
７から読取ったデータを要求に従ってホスト・プロセッ
サ１０に供給し、サブシステム１３にステータス情報を
与える。番号１９は２本の破線を指し、ディスク・ドラ
イブ１７中のディスクに関してトランスジューサ（図示
されず）を位置付ける、回転する位置の感知の遂行、デ
ータのディスクからの読取り及びディスクへの書込みの
制御、ステータス及び他の機能の感知といったディスク
・ドライブ１７についてのコントローラ１５になじみ深
い制御を表わしている。
好ましい形のデータ・メモリ・システム１３、ディスク
・ドライブ１７は光学ディスク・ドライブである。即ち
レーザ（図示されず）がディスク上のいわゆる活性層を
励起してその物理的状態を変化させることにより記録情
報を示す、ディスク・ドライブはさらにラベル○Ｄ１及
びＯＤ２によって示されている。このような光学ディス
ク・レコーダの例は米国特許第４５ｂｂ０８８号に開示
されている。このような装置の他の例も容易に見出すこ
とができる。
・ドライブ１７は光学ディスク・ドライブである。即ち
レーザ（図示されず）がディスク上のいわゆる活性層を
励起してその物理的状態を変化させることにより記録情
報を示す、ディスク・ドライブはさらにラベル○Ｄ１及
びＯＤ２によって示されている。このような光学ディス
ク・レコーダの例は米国特許第４５ｂｂ０８８号に開示
されている。このような装置の他の例も容易に見出すこ
とができる。
光学型の記録ディスクは第１３図に示されている。光学
ディスク２０は回転軸２１のまわりに矢印２１Ａの方向
に回転する。第１の好ましい形式では、単一のスパイラ
ル・トラック２２が記録領域の半径の一番奥から半径の
最外部迄延びている。
ディスク２０は回転軸２１のまわりに矢印２１Ａの方向
に回転する。第１の好ましい形式では、単一のスパイラ
ル・トラック２２が記録領域の半径の一番奥から半径の
最外部迄延びている。
スパイラル・トラックは、一般に知られているようにレ
ーザ・ビームによってアモルファスと結晶状態間で変化
可能である感光材料の活性層でされたスパイラルの溝と
して記録ディスク２０上に物理的に表わされている。他
の記録形式及びレイアウトも同じ効率で本発明の実施に
使用できる。
ーザ・ビームによってアモルファスと結晶状態間で変化
可能である感光材料の活性層でされたスパイラルの溝と
して記録ディスク２０上に物理的に表わされている。他
の記録形式及びレイアウトも同じ効率で本発明の実施に
使用できる。
単一のスパイラル・トラックに代って同心円のトラック
も使用できる。初期の実施例においては、各トラックも
しくはスパイラルの一周は２３の扇形セクタ（番号０−
２２）を含み、各セクタは１０２４データ・バイトを記
憶する。各セクタはディスク２０の１つのアドレス可能
なデータ・メモリ位置である。小さな扇形セクタがイン
デックス１８に与えられ、光学トランスジューサ２４が
矢印２３の方向に移動可能であり、−周の再トレースを
示す矢印２３によって示されたようにスパイラル・トラ
ック２２の単一の一周が繰返し走査できるようになって
いる。以下用語「トラック」は単一の同心円トラックも
しくはスパイラル・トラックの一周を示すのに使用し、
用語［スパイラル・トラック」は常にスパイラル・トラ
ック２２を示すものとする。
も使用できる。初期の実施例においては、各トラックも
しくはスパイラルの一周は２３の扇形セクタ（番号０−
２２）を含み、各セクタは１０２４データ・バイトを記
憶する。各セクタはディスク２０の１つのアドレス可能
なデータ・メモリ位置である。小さな扇形セクタがイン
デックス１８に与えられ、光学トランスジューサ２４が
矢印２３の方向に移動可能であり、−周の再トレースを
示す矢印２３によって示されたようにスパイラル・トラ
ック２２の単一の一周が繰返し走査できるようになって
いる。以下用語「トラック」は単一の同心円トラックも
しくはスパイラル・トラックの一周を示すのに使用し、
用語［スパイラル・トラック」は常にスパイラル・トラ
ック２２を示すものとする。
ＤＯＳブーツ領域２５はスパイラル・トラック２２の半
径上一番外側のセクタＯ中にある。このようなりＯＳブ
ーツ領域はレコード・メモリ・ディスク２０上に記録さ
れたプログラムによってホスト・プロセッサ１０の演算
動作を開始させるためのものである。このようなブーテ
ィング動作は一般に知られているので説明しない、一番
外側の一周のセクタ１は光学ディスク装置制御ブロック
０ＤＤＣＢ２７を記憶する。このような制御ブロックは
第６図に示したようなレコード・メモリ・ディスク２０
を識別する自己記述データを含んでいる。０ＤＤＣＢ２
７はディスクの記録領域の最奥の部分にあるディレクト
リ領域２８へのトラック及びセクタ・ポインタを含んで
いる。ディレクトリ構造については後に説明する。ディ
レクトリがモジュラ状に拡大する時は、ディレクトリは
半径上外側に向って成長する。これに対して、ユーザ・
データはデータ２０のデータ記録領域の領域２９中に記
憶される。この領域はスパイラル・トラック２２の外側
から２もしくは３番目の一周から始まることが好ましい
、一番外側の一周はブーツ及び制御１診断データのよう
なシステム情報を記憶するのに留保される。データをレ
コード・メモリ・ディスク上に記録する時は、ユーザ・
データ領域２９はディレクトリ領域２８に向って内側に
成長する。ディレクトリ及びユーザ・データの記録は夫
々連続していて、以下定義するようにすべてセクタ及び
すべてのトラックを充満する。ディレクトリ及びユーザ
・データ領域２８．２９の端の間には、ユーザ・データ
もしくはディレクトリ・データのいずれかを受取る空き
の空間領域３０が存在する。従って、記録メモリ・ディ
スク上にはユーザ・データとディレクトリ・データが混
合が生ずる。空き空間３０中のすべてのデータ・メモリ
・セクタは空セクタと呼ばれる。ディレクトリもしくは
ユーザ・データのいずれかを含むセクタは１回書込み装
置では再び書込むことができない、可逆的記録メモリ・
ディスク２０を使用する場合には１重ね書きもしくは書
直しが許されるが、しかしながらディレクトリ及びユー
ザ・データ領域には上述の場合と同様にエントリが並べ
られてゆく米国特許第４５７５８２７号にはディレクト
リ及びユーザ・データ領域の半径上の反対方向のエント
リ累積進行についての説明がある。
径上一番外側のセクタＯ中にある。このようなりＯＳブ
ーツ領域はレコード・メモリ・ディスク２０上に記録さ
れたプログラムによってホスト・プロセッサ１０の演算
動作を開始させるためのものである。このようなブーテ
ィング動作は一般に知られているので説明しない、一番
外側の一周のセクタ１は光学ディスク装置制御ブロック
０ＤＤＣＢ２７を記憶する。このような制御ブロックは
第６図に示したようなレコード・メモリ・ディスク２０
を識別する自己記述データを含んでいる。０ＤＤＣＢ２
７はディスクの記録領域の最奥の部分にあるディレクト
リ領域２８へのトラック及びセクタ・ポインタを含んで
いる。ディレクトリ構造については後に説明する。ディ
レクトリがモジュラ状に拡大する時は、ディレクトリは
半径上外側に向って成長する。これに対して、ユーザ・
データはデータ２０のデータ記録領域の領域２９中に記
憶される。この領域はスパイラル・トラック２２の外側
から２もしくは３番目の一周から始まることが好ましい
、一番外側の一周はブーツ及び制御１診断データのよう
なシステム情報を記憶するのに留保される。データをレ
コード・メモリ・ディスク上に記録する時は、ユーザ・
データ領域２９はディレクトリ領域２８に向って内側に
成長する。ディレクトリ及びユーザ・データの記録は夫
々連続していて、以下定義するようにすべてセクタ及び
すべてのトラックを充満する。ディレクトリ及びユーザ
・データ領域２８．２９の端の間には、ユーザ・データ
もしくはディレクトリ・データのいずれかを受取る空き
の空間領域３０が存在する。従って、記録メモリ・ディ
スク上にはユーザ・データとディレクトリ・データが混
合が生ずる。空き空間３０中のすべてのデータ・メモリ
・セクタは空セクタと呼ばれる。ディレクトリもしくは
ユーザ・データのいずれかを含むセクタは１回書込み装
置では再び書込むことができない、可逆的記録メモリ・
ディスク２０を使用する場合には１重ね書きもしくは書
直しが許されるが、しかしながらディレクトリ及びユー
ザ・データ領域には上述の場合と同様にエントリが並べ
られてゆく米国特許第４５７５８２７号にはディレクト
リ及びユーザ・データ領域の半径上の反対方向のエント
リ累積進行についての説明がある。
ヘッド２４は第３回に両 レンズとして示されている。
ヘッド即ちトランスジューサ２４は記憶メモリ・ディス
ク２０の半径上を移動するいわゆるアクチュエータ・ア
ームの端部に支持されている。このような半径方向の移
動は直線もしくは弧線をなす。一般に、トランスジュー
サもしくはヘッド２４はアクチュエータ・アームと相対
的に移動できるように取付けられていて矢印２３で示し
たようなトラックの切換えが極めて短時間で生じ、レー
ザ・ビームを移動するためのヘッド２４の対物レンズ（
図示されず）を移動させるためのアクチュエータ上に支
持されたいわゆる微調整アクチュエータ（普通傾斜可能
鏡もしくは可動対物レンズが使用される）で達成される
ようになっている。
ク２０の半径上を移動するいわゆるアクチュエータ・ア
ームの端部に支持されている。このような半径方向の移
動は直線もしくは弧線をなす。一般に、トランスジュー
サもしくはヘッド２４はアクチュエータ・アームと相対
的に移動できるように取付けられていて矢印２３で示し
たようなトラックの切換えが極めて短時間で生じ、レー
ザ・ビームを移動するためのヘッド２４の対物レンズ（
図示されず）を移動させるためのアクチュエータ上に支
持されたいわゆる微調整アクチュエータ（普通傾斜可能
鏡もしくは可動対物レンズが使用される）で達成される
ようになっている。
Ｅ２ ディレクトリ
第１図は本発明に従って構成されたディレクトリを示す
、０ＤＤＣＢ２７ （第３図）は光デイスク自己記述制
御ブロック（ＯＤＳＤＣＢ）３５を含む、一番外側の一
周のセクタ１に記憶されている０ＤＳＤＣＢ３５は記録
メモリ・ディスク２０を定義する記録媒体即ちディスク
記述子３６及び以下説明するアンカー・ベースを含むス
パイラル・トラック２２の内側の一周を指摘するアンカ
ー・ベース・ポインタ３６の組を含む、０ＤＳＤＣ８３
５は以下第５回に関して説明するようにディスクの初期
設定によってディスク２０上に記録される。ディスク２
０は複数のデータ・セクタが媒体の記述子の活動記録を
含むように再初期設定できる。○ＤＳＤＣＳ３５も種々
の形式をとることができる。データの内容及び形式の変
更の組合せをバージョン（版）と呼ぶ、従って、媒体記
述子３６中には０ＤＳＤＣＢのバージョンが示されてい
る。又ホスト・プロセッサ１０のためのディスクを開始
させる制御プログラムのバージョンも示されている。こ
のプログラムはファイル・システム・ドライバと呼ばれ
、ＤＯ８１１の一部をなしている。この部分は本発明の
理解を助けるために第７図乃至第９図に説明されている
。ＤＯ８１１とその関連ファイル・システム・ドライバ
は本発明の理解に関連しない、従って本明細書では説明
しない機能を遂行することを理解されたい。媒体記述子
３６は又スパイラル・トラックの各−周もしくは同心円
トラックの組の各トラック中のデータ・セクタの数の定
義を含んでいる。シリンダ当りのトラック数も定義され
ている１本発明の最初の構成実施例ではいわゆる片面デ
ィスクが使用され。
、０ＤＤＣＢ２７ （第３図）は光デイスク自己記述制
御ブロック（ＯＤＳＤＣＢ）３５を含む、一番外側の一
周のセクタ１に記憶されている０ＤＳＤＣＢ３５は記録
メモリ・ディスク２０を定義する記録媒体即ちディスク
記述子３６及び以下説明するアンカー・ベースを含むス
パイラル・トラック２２の内側の一周を指摘するアンカ
ー・ベース・ポインタ３６の組を含む、０ＤＳＤＣ８３
５は以下第５回に関して説明するようにディスクの初期
設定によってディスク２０上に記録される。ディスク２
０は複数のデータ・セクタが媒体の記述子の活動記録を
含むように再初期設定できる。○ＤＳＤＣＳ３５も種々
の形式をとることができる。データの内容及び形式の変
更の組合せをバージョン（版）と呼ぶ、従って、媒体記
述子３６中には０ＤＳＤＣＢのバージョンが示されてい
る。又ホスト・プロセッサ１０のためのディスクを開始
させる制御プログラムのバージョンも示されている。こ
のプログラムはファイル・システム・ドライバと呼ばれ
、ＤＯ８１１の一部をなしている。この部分は本発明の
理解を助けるために第７図乃至第９図に説明されている
。ＤＯ８１１とその関連ファイル・システム・ドライバ
は本発明の理解に関連しない、従って本明細書では説明
しない機能を遂行することを理解されたい。媒体記述子
３６は又スパイラル・トラックの各−周もしくは同心円
トラックの組の各トラック中のデータ・セクタの数の定
義を含んでいる。シリンダ当りのトラック数も定義され
ている１本発明の最初の構成実施例ではいわゆる片面デ
ィスクが使用され。
各シリンダは単一のトラックしか持たないようにされた
６両面ディスクでは各シリンダは２本のトラックを有す
る（シリンダは共通の半径を有するすべてのトラックと
して定義されている）。媒体記述子３６中にはボリュー
ム当りのシリンダの数も定義されている。ボリュームと
は１乃至それ以上の記録メモリ・ディスクの記録の側面
の集りである。又各セクタ中に記憶可能なデータ・バイ
トの数及びディスク上のセクタの総数も含む。記述子３
６は又データ記憶空間の最小の割当てに含まれなければ
ならないセクタの数、たとえば２も示している。媒体の
型、即ち読取り専用、−回書込みもしくは最書込み可能
、ディレクトリのためのアンカー・ベースのトラック・
アドレスも含まれている。０ＤＳＤＣＢ３５はトラック
の番号のようなアンカー・ベースに関する記述的データ
を有する。、ｏＤＳＤＣＢ３５（トラック番号を示すア
ドレスを記憶している）はディスク上の診断領域を指定
する。これ等の領域はボリューム・ラベル及び通し番号
のような一意的媒体識別コードとともに識別される。○
ＤＳＤＣＢ３５中のこのようなすべての情報は０ＤＳＤ
ＣＢ３５をディスク上に書込む前にディレクトリを部分
的に構成してディスク２０上に記録しなければならない
ことを意味している。
６両面ディスクでは各シリンダは２本のトラックを有す
る（シリンダは共通の半径を有するすべてのトラックと
して定義されている）。媒体記述子３６中にはボリュー
ム当りのシリンダの数も定義されている。ボリュームと
は１乃至それ以上の記録メモリ・ディスクの記録の側面
の集りである。又各セクタ中に記憶可能なデータ・バイ
トの数及びディスク上のセクタの総数も含む。記述子３
６は又データ記憶空間の最小の割当てに含まれなければ
ならないセクタの数、たとえば２も示している。媒体の
型、即ち読取り専用、−回書込みもしくは最書込み可能
、ディレクトリのためのアンカー・ベースのトラック・
アドレスも含まれている。０ＤＳＤＣＢ３５はトラック
の番号のようなアンカー・ベースに関する記述的データ
を有する。、ｏＤＳＤＣＢ３５（トラック番号を示すア
ドレスを記憶している）はディスク上の診断領域を指定
する。これ等の領域はボリューム・ラベル及び通し番号
のような一意的媒体識別コードとともに識別される。○
ＤＳＤＣＢ３５中のこのようなすべての情報は０ＤＳＤ
ＣＢ３５をディスク上に書込む前にディレクトリを部分
的に構成してディスク２０上に記録しなければならない
ことを意味している。
第１図を参照すると、アンカー・ベース・ポインタ３７
（指摘される情報を記憶するディスク２０のセクタのア
ドレスを含む）はアンカー・ベース４０を矢印３８によ
って示したように指定する。
（指摘される情報を記憶するディスク２０のセクタのア
ドレスを含む）はアンカー・ベース４０を矢印３８によ
って示したように指定する。
構成実施例ではディレクトリのためのアンカー・ベース
はスパイラル・トラック２２の単一の一周に記録されて
いる。アンカー・ベース４０中の項目はデータ・セクタ
当り１項目存在するが、（トラック・アドレスを記憶す
る）以下説明する根ディレクトリを指定するディレクト
リ・アンカ・ポインタの２３項目を含むトラックを指定
する。従って○ＤＳＤＣＢ３５中の単一のアドレス、即
ちポインタ３７はアンカーベーす４０を含む単一のトラ
ックを識別する。各トラックは２３のセクタを有するの
でアンカー・ベース４０は、すべて矢印４１によって示
したように最大２３のディレクトリ・アンカー・ポイン
タ４５のトラックを指定する。
はスパイラル・トラック２２の単一の一周に記録されて
いる。アンカー・ベース４０中の項目はデータ・セクタ
当り１項目存在するが、（トラック・アドレスを記憶す
る）以下説明する根ディレクトリを指定するディレクト
リ・アンカ・ポインタの２３項目を含むトラックを指定
する。従って○ＤＳＤＣＢ３５中の単一のアドレス、即
ちポインタ３７はアンカーベーす４０を含む単一のトラ
ックを識別する。各トラックは２３のセクタを有するの
でアンカー・ベース４０は、すべて矢印４１によって示
したように最大２３のディレクトリ・アンカー・ポイン
タ４５のトラックを指定する。
各ディレクトリ・アンカ・ポインタ４５のトラックは又
２３のセクタを有し、そのセクタの各々に１つのアンカ
ー・ポインタを記憶している。各アンカー・ポインタ項
目中にはその項目をディレクトリ・アンカー・ポインタ
として識別するための識別子“ｐ” （図示されず）が
含まれている。
２３のセクタを有し、そのセクタの各々に１つのアンカ
ー・ポインタを記憶している。各アンカー・ポインタ項
目中にはその項目をディレクトリ・アンカー・ポインタ
として識別するための識別子“ｐ” （図示されず）が
含まれている。
各アンカー・ポインタは逆ポインタによって単結合され
ている。各アンカー・ポインタの項目は前のアンカー・
ポインタ・トラック４５に向う逆ポインタを含む。最初
に記憶されたアンカー・ポインタ・トラックは逆ポイン
タとして０を有する。
ている。各アンカー・ポインタの項目は前のアンカー・
ポインタ・トラック４５に向う逆ポインタを含む。最初
に記憶されたアンカー・ポインタ・トラックは逆ポイン
タとして０を有する。
さらに各セクタもしくはディレクトリ・アンカー・ポイ
ンタは前のアンカー・ポインタ項目への逆ポインタ、即
ち前に記録したアンカー・ポインタ項目を記憶したセク
タのアドレスを含む。アンカー・ポインタを記憶する各
トラックのセクタ０は逆ポインタとして０を有する。最
後に、各アンカー・ポインタ中のアドレスは領域２８中
の対応する根ディレクトリ・ヘッダを指定する。このア
ドレスはトラック・アドレスであることが好ましい、こ
のルート・ディレクトリは広義には磁気ハード・ディス
クのためのＤＯＳに関するルート・ディレクトリと対比
できるが、その内部構造はかなり異なっている。トラッ
ク当り２３のアンカー・ポインタを有する２３のアンカ
ー・ポインタ・トラック中のディレクトリ・ヘッダ・ポ
インタのすべては第３回で曲線の矢印４６によって示さ
れている。
ンタは前のアンカー・ポインタ項目への逆ポインタ、即
ち前に記録したアンカー・ポインタ項目を記憶したセク
タのアドレスを含む。アンカー・ポインタを記憶する各
トラックのセクタ０は逆ポインタとして０を有する。最
後に、各アンカー・ポインタ中のアドレスは領域２８中
の対応する根ディレクトリ・ヘッダを指定する。このア
ドレスはトラック・アドレスであることが好ましい、こ
のルート・ディレクトリは広義には磁気ハード・ディス
クのためのＤＯＳに関するルート・ディレクトリと対比
できるが、その内部構造はかなり異なっている。トラッ
ク当り２３のアンカー・ポインタを有する２３のアンカ
ー・ポインタ・トラック中のディレクトリ・ヘッダ・ポ
インタのすべては第３回で曲線の矢印４６によって示さ
れている。
ルート・ディレクトリ及びそのサブディレクトリのすべ
て（すべて領域２８中にある）はコンパクトで走査が容
易なディレクトリを与えるために、本発明のヘッダ・セ
グメント配列を使用する。ディレクトリ・セグメントは
データ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサブ
ディレクトリを記述する実際の項目を記憶している。他
方ディレクトリ・ヘッダ５０はインデキシングによって
関連するディレクトリ・セグメント５２の探索を容易に
し、ディレクトリ構造のための空間の割当てを示すデー
タを記憶している。ディレクトリ・セグメントを構成す
るトラックの個々のディスク２０のセクタの各々は唯一
つのデータ・オブジェクト。
て（すべて領域２８中にある）はコンパクトで走査が容
易なディレクトリを与えるために、本発明のヘッダ・セ
グメント配列を使用する。ディレクトリ・セグメントは
データ・オブジェクト、データ・ファイルもしくはサブ
ディレクトリを記述する実際の項目を記憶している。他
方ディレクトリ・ヘッダ５０はインデキシングによって
関連するディレクトリ・セグメント５２の探索を容易に
し、ディレクトリ構造のための空間の割当てを示すデー
タを記憶している。ディレクトリ・セグメントを構成す
るトラックの個々のディスク２０のセクタの各々は唯一
つのデータ・オブジェクト。
データ・ファイルもしくはサブディレクトリを含むこと
が好ましい。
が好ましい。
この２デイレクトリ構造はディレクトリのすべてのレベ
ルで使用される。ディレクトリ・セグメント５２．７４
とディレクトリ・ヘッダ５０．７２は根ディレクトリ５
１及びすべてのサブディレクトリ７１中で同じ論理構成
を有する。各デイレクトリ・セグメント内には、特定の
ディレクトリ項目に関連する最大量の制御情報が記録さ
れる。
ルで使用される。ディレクトリ・セグメント５２．７４
とディレクトリ・ヘッダ５０．７２は根ディレクトリ５
１及びすべてのサブディレクトリ７１中で同じ論理構成
を有する。各デイレクトリ・セグメント内には、特定の
ディレクトリ項目に関連する最大量の制御情報が記録さ
れる。
このような制御情報は記述されつつあるデータ・ファイ
ルの現在及び過去の活動記録を含んでいる。
ルの現在及び過去の活動記録を含んでいる。
同じように各ディレクトリ・ヘッダ内には、以下「ディ
レクトリ・セグメントの集合」と呼ばれるディレクトリ
・セグメントの集りに関する最大量の制御情報を含む。
レクトリ・セグメントの集合」と呼ばれるディレクトリ
・セグメントの集りに関する最大量の制御情報を含む。
消去不能（１回書込み）記録は現在のディレクトリ・セ
グメントが各ディレクトリ・セグメントのための別個の
ディレクトリ・ヘッダ・レコードを記録することなくし
ては、ディレクトリ・セグメントの発生と同時に記録で
きないという制限を有する。本発明はこの条件をなくす
る。ディレクトリ中のこのような冗長な記録はパホーマ
ンスを減少し、ディレクトリを介するデータのアクセス
はディレクトリ・ヘッダ・レコード要約中にインデック
ス、即ち前に発生されたディレクトリ・セグメント（デ
ィレクトリ・セグメントの１つの前に記録された粗生に
すべである）を収集するための制御情報を組込むことに
よって避けられる。
グメントが各ディレクトリ・セグメントのための別個の
ディレクトリ・ヘッダ・レコードを記録することなくし
ては、ディレクトリ・セグメントの発生と同時に記録で
きないという制限を有する。本発明はこの条件をなくす
る。ディレクトリ中のこのような冗長な記録はパホーマ
ンスを減少し、ディレクトリを介するデータのアクセス
はディレクトリ・ヘッダ・レコード要約中にインデック
ス、即ち前に発生されたディレクトリ・セグメント（デ
ィレクトリ・セグメントの１つの前に記録された粗生に
すべである）を収集するための制御情報を組込むことに
よって避けられる。
種々のディレクトリ構成の詳細を説明する前に、ルート
・ディレクトリの一般的配列について説明する。番号５
１によって一般的に示されているルート・ディレクトリ
は複数のルート・セグメントの組５２より成る。各々は
ヘッダ５０中の対応するルート・ヘッダ・ブロック５３
によって要約されている。さらに、ヘッダ５０の洛中の
中のルート・インデックス５４はルート・ヘッダ５３を
記録する前に記録したルート・セグメントの組を夫々イ
ンデックスする。最初のヘッダ中のインデックス５４で
は、インデックスは０に等しく、ルート・ヘッダ部分５
３はすべて単一の矢印５５で示したように最初のルート
・セグメントの組（対応するセグメントの組と呼ばれる
）を指定し、第２のルート・ヘッダ部分は夫々第２のル
ート・セグメントの組を指定する（以下同じ）、最初の
ルート・ヘッダのインデックス部分５６は０に等しい。
・ディレクトリの一般的配列について説明する。番号５
１によって一般的に示されているルート・ディレクトリ
は複数のルート・セグメントの組５２より成る。各々は
ヘッダ５０中の対応するルート・ヘッダ・ブロック５３
によって要約されている。さらに、ヘッダ５０の洛中の
中のルート・インデックス５４はルート・ヘッダ５３を
記録する前に記録したルート・セグメントの組を夫々イ
ンデックスする。最初のヘッダ中のインデックス５４で
は、インデックスは０に等しく、ルート・ヘッダ部分５
３はすべて単一の矢印５５で示したように最初のルート
・セグメントの組（対応するセグメントの組と呼ばれる
）を指定し、第２のルート・ヘッダ部分は夫々第２のル
ート・セグメントの組を指定する（以下同じ）、最初の
ルート・ヘッダのインデックス部分５６は０に等しい。
第２のルート・ヘッダのルート・インデックス部分５７
は最初のルート・セグメントの組５８を曲線５９で示し
たようにインデックスする。同じようにして、曲線６２
によって示したように、第３のヘッダ・ブロック５０の
ルート・インデックス部分６ｏはルート・セグメント６
１の第２の組をインデックスする６番号６３はルート・
ヘッダ・ブロック以外の他のルート・ヘッダ・ブロック
によるインデックスを示し、対応して指定されたルート
・セグメント組のデータを識別及び説明している。ルー
ト・ヘッダ、ルート・インデックス及びルート・セグメ
ントについては第４図に関して後に説明する。
は最初のルート・セグメントの組５８を曲線５９で示し
たようにインデックスする。同じようにして、曲線６２
によって示したように、第３のヘッダ・ブロック５０の
ルート・インデックス部分６ｏはルート・セグメント６
１の第２の組をインデックスする６番号６３はルート・
ヘッダ・ブロック以外の他のルート・ヘッダ・ブロック
によるインデックスを示し、対応して指定されたルート
・セグメント組のデータを識別及び説明している。ルー
ト・ヘッダ、ルート・インデックス及びルート・セグメ
ントについては第４図に関して後に説明する。
最初のルート・ディレクトリ・セグメントの組５２は矢
印６５で示したようにディスク２０上に記憶されている
実際のデータ・ファイルを指定する。このようなファイ
ルはディスク２０上の領域２９中に記録され、集中的に
番号６６によって示されている。このようなファイルは
ＤＯＳバージョン２．１マニユアル中に示された通常の
ＤＯ８の命名法を使用して「ファイル名、 ｅｘｔ（拡
張子）」によって識別されることが好ましい。ファイル
６６の組を指摘する以外に、ルート・ディレクトリ・セ
グメントの組の項目は又複数のブラケット７１によって
示されたような複数の同一構成のサブディレクトリの組
の１つのサブディレクトリを指定する矢印７ｏによって
示したように、サブディレクトリを識別することができ
る。各サブディレクトリ７１は内部的にはルート・ディ
レクトリの内部構造と同じように構成される。各サブデ
ィレクトリは曲線の矢印７３によって示したように複数
のサブセグメントの組７４を識別及びインデックスする
サブディレクトリ・サブヘッダ７２を含む。
印６５で示したようにディスク２０上に記憶されている
実際のデータ・ファイルを指定する。このようなファイ
ルはディスク２０上の領域２９中に記録され、集中的に
番号６６によって示されている。このようなファイルは
ＤＯＳバージョン２．１マニユアル中に示された通常の
ＤＯ８の命名法を使用して「ファイル名、 ｅｘｔ（拡
張子）」によって識別されることが好ましい。ファイル
６６の組を指摘する以外に、ルート・ディレクトリ・セ
グメントの組の項目は又複数のブラケット７１によって
示されたような複数の同一構成のサブディレクトリの組
の１つのサブディレクトリを指定する矢印７ｏによって
示したように、サブディレクトリを識別することができ
る。各サブディレクトリ７１は内部的にはルート・ディ
レクトリの内部構造と同じように構成される。各サブデ
ィレクトリは曲線の矢印７３によって示したように複数
のサブセグメントの組７４を識別及びインデックスする
サブディレクトリ・サブヘッダ７２を含む。
サブディレクトリ・セグメントの組７４は根セグメント
の組と同じような構成になっている。このようなサブデ
ィレクトリ・セグメントの組は複数存在する。矢印７５
は各サブディレクトリ・セグメントの組７４がユーザ・
データ領域２９内に存在する記憶されたデータ・ファイ
ル６６を識別することができることを示している。各サ
ブディレクトリ・セグメントの組は矢印７６によって示
されるようにさらに他のサブディレクトリを識別する項
目を含むことができる。このようなさらに他のサブディ
レクトリはデータ・ファイル６６を指摘するか、もしく
は途中を省略した矢印７７で示したようにあるサブディ
レクトリ・セグメントの組によってデータ・ファイル６
６を最終的に識別するさらに他のサブディレクトリを指
定することができる。
の組と同じような構成になっている。このようなサブデ
ィレクトリ・セグメントの組は複数存在する。矢印７５
は各サブディレクトリ・セグメントの組７４がユーザ・
データ領域２９内に存在する記憶されたデータ・ファイ
ル６６を識別することができることを示している。各サ
ブディレクトリ・セグメントの組は矢印７６によって示
されるようにさらに他のサブディレクトリを識別する項
目を含むことができる。このようなさらに他のサブディ
レクトリはデータ・ファイル６６を指摘するか、もしく
は途中を省略した矢印７７で示したようにあるサブディ
レクトリ・セグメントの組によってデータ・ファイル６
６を最終的に識別するさらに他のサブディレクトリを指
定することができる。
構成実施例では、セクタに書込まれる時は、１回しか書
込むことができず、即ち場所には更新能力はない。この
制約と、最初のセグメントの項目が記録されることによ
ってヘッダが書込まれるという条件の結果、ヘッダを記
録するディスク２０上のセクタはさらに記録するために
は利用できない。従ってヘッダに関連するセグメント項
目のためのインデックスはヘッダとともに記録できない
。
込むことができず、即ち場所には更新能力はない。この
制約と、最初のセグメントの項目が記録されることによ
ってヘッダが書込まれるという条件の結果、ヘッダを記
録するディスク２０上のセクタはさらに記録するために
は利用できない。従ってヘッダに関連するセグメント項
目のためのインデックスはヘッダとともに記録できない
。
本発明は以下の説明から明らかになるようにこのジレン
マを解決する。この技法はデータを記録する前に全セク
タを消去する必要のある磁気光学記録にも使用できる。
マを解決する。この技法はデータを記録する前に全セク
タを消去する必要のある磁気光学記録にも使用できる。
本発明はセクタを書直す必要及びディレクトリに重ね書
きするための２回以上の回転（１つの回転は消去、１つ
の回転は再書込み）の必要性を解消する。
きするための２回以上の回転（１つの回転は消去、１つ
の回転は再書込み）の必要性を解消する。
ディスク２０の領域２８中のディレクトリの初期の配列
体はスパイラル・トラック２２の半径上最も内側の一周
を診断もしくは基準トラックとして定義する。次の２つ
の半径上外側の２トラツク（最奥から第２番目及び第３
番目のトラック）はルート・ディレクトリ・セグメント
５８を含む。
体はスパイラル・トラック２２の半径上最も内側の一周
を診断もしくは基準トラックとして定義する。次の２つ
の半径上外側の２トラツク（最奥から第２番目及び第３
番目のトラック）はルート・ディレクトリ・セグメント
５８を含む。
一度ルート・ディレクトリ・セグメントを割当てると、
次に最初のルート・ディレクトリ・ヘッダが他のトラッ
クに割当てられる。この根ヘッダ・トラックは最奥のト
ラックから４番目に割当てられて書込まれる０次に最初
のディレクトリ・アンカー・ポインタ４５が次の半径上
最も内側、即ち第５のトラックに書込まれ１次に次の即
ち第６番目のトラックにアンカー・ベース４０が記録さ
れる。この記録に続いて、サブディレクトリ及び追加の
ルート・セグメントの組及びルート・ヘッダがディスク
２０上の増大する半径位置を有するトラックに割当てら
れ書込まれる。アンカー・ベース及びアンカー・ポイン
タ４５はこれに従って更新される。
次に最初のルート・ディレクトリ・ヘッダが他のトラッ
クに割当てられる。この根ヘッダ・トラックは最奥のト
ラックから４番目に割当てられて書込まれる０次に最初
のディレクトリ・アンカー・ポインタ４５が次の半径上
最も内側、即ち第５のトラックに書込まれ１次に次の即
ち第６番目のトラックにアンカー・ベース４０が記録さ
れる。この記録に続いて、サブディレクトリ及び追加の
ルート・セグメントの組及びルート・ヘッダがディスク
２０上の増大する半径位置を有するトラックに割当てら
れ書込まれる。アンカー・ベース及びアンカー・ポイン
タ４５はこれに従って更新される。
Ｅ３ ディレクトリのヘッダ及びセグメントの構造
第４図を参照するに、本発明のディレクトリのヘッダ及
びセグメント構造が示されている。各ディレクトリ及び
サブディレクトリはヘッダ及びセグメントの集りを有す
る。客ディレクトリ・ヘッダは以下で説明するように更
新された最後のセグメントである現在のディレクトリ・
セグメントを指定即ちアドレスするだけでなく、直ぐ前
に記録されたディレクトリ・セグメントの組のための要
約レコードもしくはインデックスをヘッダの１部として
記録している。各ヘッダは現在処理されつつある現在の
ディレクトリのセグメント・レコードの残りに対するポ
インタを含む、各ヘッダはディレクトリ・セグメント記
録の前のコレクションに関連する要約情報を記憶する５
本発明の初期の実施例では、各ディレクトリ・ヘッダは
２２のディレクトリ・セグメント項目に対するアドレス
・ポインタを含んでいる。任意のディレクトリもしくは
サブディレクトリ中の最初に記録されたディレクトリ・
ヘッダは最初のディレクトリ・セグメントの組を指定し
、インデックスを含まない、第２及びその後のディレク
トリ・ヘッダは夫々のディレクトリ・セグメントの組を
指定し、各々は直前に記録されたディレクトリ・ヘッダ
項目中に定義された４２のディレクトリ・セグメントの
項目（２つのトラック中に記憶されている。セクタの一
方が記録不能になった時にディレクトリ・データを受取
るための空間として、２つのセクタが用意されている）
のための要約情報もしくはインデックスを含む。
びセグメント構造が示されている。各ディレクトリ及び
サブディレクトリはヘッダ及びセグメントの集りを有す
る。客ディレクトリ・ヘッダは以下で説明するように更
新された最後のセグメントである現在のディレクトリ・
セグメントを指定即ちアドレスするだけでなく、直ぐ前
に記録されたディレクトリ・セグメントの組のための要
約レコードもしくはインデックスをヘッダの１部として
記録している。各ヘッダは現在処理されつつある現在の
ディレクトリのセグメント・レコードの残りに対するポ
インタを含む、各ヘッダはディレクトリ・セグメント記
録の前のコレクションに関連する要約情報を記憶する５
本発明の初期の実施例では、各ディレクトリ・ヘッダは
２２のディレクトリ・セグメント項目に対するアドレス
・ポインタを含んでいる。任意のディレクトリもしくは
サブディレクトリ中の最初に記録されたディレクトリ・
ヘッダは最初のディレクトリ・セグメントの組を指定し
、インデックスを含まない、第２及びその後のディレク
トリ・ヘッダは夫々のディレクトリ・セグメントの組を
指定し、各々は直前に記録されたディレクトリ・ヘッダ
項目中に定義された４２のディレクトリ・セグメントの
項目（２つのトラック中に記憶されている。セクタの一
方が記録不能になった時にディレクトリ・データを受取
るための空間として、２つのセクタが用意されている）
のための要約情報もしくはインデックスを含む。
ディレクトリ・ヘッダ５０．７２の各々はヘッダ部５３
及びインデックス部５４を含む、各ヘッダ部５３はその
データ構造をディレクトリ・ヘッダ項目として識別する
識別子フィールドＨ８０を含む、光学メモリ・ディスク
２０ではセクタ当り１つのヘッダのみが存在することを
想起されたい。
及びインデックス部５４を含む、各ヘッダ部５３はその
データ構造をディレクトリ・ヘッダ項目として識別する
識別子フィールドＨ８０を含む、光学メモリ・ディスク
２０ではセクタ当り１つのヘッダのみが存在することを
想起されたい。
逆ポインタ８１は逆方自車連結リスト中の前のへラダへ
のアドレス・ポインタである。各逆ポインタ８１は、デ
ィレクトリ・ヘッダ中の最初のヘッダ項目中ではＯであ
る点を除き、トラック及びセクタ・アドレスを含む、構
成された実施例では、各ヘッダに唯１つのトラックが使
用されるが、このように制限する必要はない。トラック
・アドレスは本発明の応用を拡張して多重トラック・デ
ィレクトリ・ヘッダを受入れるのに必要である。現在セ
グメント・ポインタ８２は現在ディレクトリ・ヘッダに
よって識別されるディレクトリ・セグメントの組５８．
５４のトラック・アドレスを含む。
のアドレス・ポインタである。各逆ポインタ８１は、デ
ィレクトリ・ヘッダ中の最初のヘッダ項目中ではＯであ
る点を除き、トラック及びセクタ・アドレスを含む、構
成された実施例では、各ヘッダに唯１つのトラックが使
用されるが、このように制限する必要はない。トラック
・アドレスは本発明の応用を拡張して多重トラック・デ
ィレクトリ・ヘッダを受入れるのに必要である。現在セ
グメント・ポインタ８２は現在ディレクトリ・ヘッダに
よって識別されるディレクトリ・セグメントの組５８．
５４のトラック・アドレスを含む。
トラック・アドレスだけが与えられる。前のセグメント
・ポインタ８３は直前に記録されたディレクトリ・ヘッ
ダに関連し、これによって識別される最高の番号のトラ
ックを識別し、このような対応するセグメントの粗生の
セグメントのトラック・アドレスを示す、この項目８３
は現在のディレクトリ・ヘッダによってインデックスさ
れるセグメントの組のためのトラック・アドレス・ポイ
ンタを見出すために直前のディレクトリ・ヘッダの現在
のセグメント・ポインタ８２を読取る必要をなくする。
・ポインタ８３は直前に記録されたディレクトリ・ヘッ
ダに関連し、これによって識別される最高の番号のトラ
ックを識別し、このような対応するセグメントの粗生の
セグメントのトラック・アドレスを示す、この項目８３
は現在のディレクトリ・ヘッダによってインデックスさ
れるセグメントの組のためのトラック・アドレス・ポイ
ンタを見出すために直前のディレクトリ・ヘッダの現在
のセグメント・ポインタ８２を読取る必要をなくする。
ヘッダ部５３に続く、インデックス項目部５４は直前に
記録されたディレクトリ・ヘッダに関連し、前のセグメ
ント・ポインタ８３によって指定されたセグメントの組
５２のセグメントのすべてを識別する。４２個のインデ
ックス項目部、直前のセグメントの粗生の各ディレクト
リ・セグメントの１つが各インデックス項目部５４中に
記録される（各項目は一定長であることが好ましい）、
各インデックス項目はサブディレクトリもしくはファイ
ル識別子８６を含む。サブディレクトリもしくは、ファ
イルの名前は項目の領域中で左に位置調整され、非使用
の部分は２進０もしくは他の空白を示すパターンによっ
て埋められる６多重バイトのファイル拡張名であるファ
イル名ｅｘｔを含むインデックス・フィールド８７は左
に位置調整される。フィールド８７の非使用の部分は空
白を示すパターンが埋込まれる。フィールド８６及び８
７はインデックス・キー８５を構成し、夫々直前に記録
されたディレクトリ・ヘッダに関連するディレクトリ・
セグメント５８．７４中に探索されたデータがあったか
どうかを識別するためにディレクトリ・ヘッダを高速で
走査することを可能にする。最後に各インデックス項目
５４はファイルのための相対セクタ・ポインタであるフ
ァイル・セクタ番号８８を含む、相対セクタ・ポインタ
はインデックスされているセグメントの粗生の最初のセ
クタを基準とするセクタの番号を示す、即ち相対セクタ
はキー８５のフィールド８６及び８７によって識別され
るセグメント項目を記憶している。
記録されたディレクトリ・ヘッダに関連し、前のセグメ
ント・ポインタ８３によって指定されたセグメントの組
５２のセグメントのすべてを識別する。４２個のインデ
ックス項目部、直前のセグメントの粗生の各ディレクト
リ・セグメントの１つが各インデックス項目部５４中に
記録される（各項目は一定長であることが好ましい）、
各インデックス項目はサブディレクトリもしくはファイ
ル識別子８６を含む。サブディレクトリもしくは、ファ
イルの名前は項目の領域中で左に位置調整され、非使用
の部分は２進０もしくは他の空白を示すパターンによっ
て埋められる６多重バイトのファイル拡張名であるファ
イル名ｅｘｔを含むインデックス・フィールド８７は左
に位置調整される。フィールド８７の非使用の部分は空
白を示すパターンが埋込まれる。フィールド８６及び８
７はインデックス・キー８５を構成し、夫々直前に記録
されたディレクトリ・ヘッダに関連するディレクトリ・
セグメント５８．７４中に探索されたデータがあったか
どうかを識別するためにディレクトリ・ヘッダを高速で
走査することを可能にする。最後に各インデックス項目
５４はファイルのための相対セクタ・ポインタであるフ
ァイル・セクタ番号８８を含む、相対セクタ・ポインタ
はインデックスされているセグメントの粗生の最初のセ
クタを基準とするセクタの番号を示す、即ち相対セクタ
はキー８５のフィールド８６及び８７によって識別され
るセグメント項目を記憶している。
各ディレクトリ・セグメント５２．７４は特定のファイ
ルもしくはサブディレクトリの記述より成る。ファイル
は以下説明するファイル名１０２゜属性、時間スタンプ
、日付スタンプ及びファイルのエクステントより成るフ
ァイル記述子レコード１００ （第４図）によって説明
される。各ファイル・エクステントを相対セクタ番号と
、これに続く、ファイル・エクステントによって占有さ
れる連続セクタの数によって定義することによって、占
有空間が最小になる。各ファイルのエクステントは（後
に説明する）はそれ自身の相対セクタ番号を使用する。
ルもしくはサブディレクトリの記述より成る。ファイル
は以下説明するファイル名１０２゜属性、時間スタンプ
、日付スタンプ及びファイルのエクステントより成るフ
ァイル記述子レコード１００ （第４図）によって説明
される。各ファイル・エクステントを相対セクタ番号と
、これに続く、ファイル・エクステントによって占有さ
れる連続セクタの数によって定義することによって、占
有空間が最小になる。各ファイルのエクステントは（後
に説明する）はそれ自身の相対セクタ番号を使用する。
ディレクトリ・セグメントのファイル記述子部分がファ
イルもしくはサブディレクトリを記述する。この記述子
は（１）ディレクトリ項目の各セクタのための一般的ヘ
ッダ記録（２）記述されつつあるファイルのすべてのバ
ージョンに共通な制御情報を記述する共通のファイル・
ヘッダ及び（３）単にファイルのバージョンを説明する
ファイル・バージョン・ヘッダの３つの部分に分割され
ている。ディレクトリ・セグメント中で、この一般、共
通ファイル及びファイル・バージョン・ヘッダはデスウ
ス２０上に連続的に書込まれている。最後に形成される
（現在）ディレクトリ・セグメントが記述されたデータ
・ファイルのすべてのバージョンを識別する。この記述
は前に記録されたディレクトリ・セグメントが画定され
る（消去される）ことを意味している。各ディレクトリ
・セグメントはファイルの活動記録を含むので、所与の
ファイル・バージョンのための探素晴間が減少できる。
イルもしくはサブディレクトリを記述する。この記述子
は（１）ディレクトリ項目の各セクタのための一般的ヘ
ッダ記録（２）記述されつつあるファイルのすべてのバ
ージョンに共通な制御情報を記述する共通のファイル・
ヘッダ及び（３）単にファイルのバージョンを説明する
ファイル・バージョン・ヘッダの３つの部分に分割され
ている。ディレクトリ・セグメント中で、この一般、共
通ファイル及びファイル・バージョン・ヘッダはデスウ
ス２０上に連続的に書込まれている。最後に形成される
（現在）ディレクトリ・セグメントが記述されたデータ
・ファイルのすべてのバージョンを識別する。この記述
は前に記録されたディレクトリ・セグメントが画定され
る（消去される）ことを意味している。各ディレクトリ
・セグメントはファイルの活動記録を含むので、所与の
ファイル・バージョンのための探素晴間が減少できる。
１つのディレクトリ・セグメントは１つのセクタ中に記
録されることが望ましいが、ファイルが活動化され、セ
グメントが大きくなる時は、セグメントは連続するディ
スク・セクタ上にあふれることがある。大きくなった（
１セクション以上を占有する）論理ディレクトリ・セグ
メントを収容するために、ディレクトリ・セグメントを
記録するセクタの各々中は一般的ヘッダが存在する。
録されることが望ましいが、ファイルが活動化され、セ
グメントが大きくなる時は、セグメントは連続するディ
スク・セクタ上にあふれることがある。大きくなった（
１セクション以上を占有する）論理ディレクトリ・セグ
メントを収容するために、ディレクトリ・セグメントを
記録するセクタの各々中は一般的ヘッダが存在する。
再び第４図を参照すると、一般的ディレクトリ・ヘッダ
９０はアルファベット文字ｉｔ Ｓ”を含む最初識別子
フィールド９１を含む。型フィールド９２は一般的ヘッ
ダ９０を先頭とするセクタ中に記録される情報の型を示
す。たとえば、論理ディレクトリ・セグメントが単一の
セクタ中に記憶できる時は、最初のインディケータはこ
のセクタを単一のディレクトリ・セグメント・ブロック
として識別する。他方、ディレクトリ・セグメントを記
憶するのに２セクタ以上を必要とする時は、最初のセク
タはこれがディレクトリ・セグメントを記憶する複数の
セグメントの最初のセクタであることを示すための最初
の識別子を有する。すべての中間のセクタは型フィール
ド９２中にこのセクタが単一のディレクトリ・セグメン
トを記憶する複数のセクタの中間の１つであることを示
す第３の識別子を有する。セグメントのための最後のセ
クタはこれが単一のディレクトリ・セグメントについて
情報を記憶する複数のセクタの最後のセクタであること
を示す、型フィールド９２中の第４のインジケータによ
って識別される。フィールド９３はディレクトリ・セグ
メント情報を記憶する次のセクタのトラック及びセクタ
・アドレスを含む。
９０はアルファベット文字ｉｔ Ｓ”を含む最初識別子
フィールド９１を含む。型フィールド９２は一般的ヘッ
ダ９０を先頭とするセクタ中に記録される情報の型を示
す。たとえば、論理ディレクトリ・セグメントが単一の
セクタ中に記憶できる時は、最初のインディケータはこ
のセクタを単一のディレクトリ・セグメント・ブロック
として識別する。他方、ディレクトリ・セグメントを記
憶するのに２セクタ以上を必要とする時は、最初のセク
タはこれがディレクトリ・セグメントを記憶する複数の
セグメントの最初のセクタであることを示すための最初
の識別子を有する。すべての中間のセクタは型フィール
ド９２中にこのセクタが単一のディレクトリ・セグメン
トを記憶する複数のセクタの中間の１つであることを示
す第３の識別子を有する。セグメントのための最後のセ
クタはこれが単一のディレクトリ・セグメントについて
情報を記憶する複数のセクタの最後のセクタであること
を示す、型フィールド９２中の第４のインジケータによ
って識別される。フィールド９３はディレクトリ・セグ
メント情報を記憶する次のセクタのトラック及びセクタ
・アドレスを含む。
通常このアドレスは記憶メモリ・ディスク２０上の所定
のトラック中で走査される次のセクタを識別する。ある
セクタは媒体の誤りのために消去されるから、フィール
ド９３中のトラック及びセクタのアドレスは常にディレ
クトリ・セクタ情報を記憶する次の良好なセクタを指定
する。フィールド９４はセクタ中に記憶される最後のバ
イトを記憶するセクタ内の円周もしくはバイト位置を識
別する。この最後のバイト・インディケータは所定のセ
クタ中に記憶できるバイト数を法とする相対数である。
のトラック中で走査される次のセクタを識別する。ある
セクタは媒体の誤りのために消去されるから、フィール
ド９３中のトラック及びセクタのアドレスは常にディレ
クトリ・セクタ情報を記憶する次の良好なセクタを指定
する。フィールド９４はセクタ中に記憶される最後のバ
イトを記憶するセクタ内の円周もしくはバイト位置を識
別する。この最後のバイト・インディケータは所定のセ
クタ中に記憶できるバイト数を法とする相対数である。
これは保全性と長さ表示の目的のために含められる。フ
ィールド９５はディスク２０の所与のセクタ内に記憶さ
れるファイル・バージョンの数ヘッダを記憶する。バー
ジョン・ヘッダ１１０は後に説明する。
ィールド９５はディスク２０の所与のセクタ内に記憶さ
れるファイル・バージョンの数ヘッダを記憶する。バー
ジョン・ヘッダ１１０は後に説明する。
共通ファイル・ヘッダ１ｏＯは各ディレクトリ・セグメ
ントの記憶を開始する最初のセクタ中のみに現われる。
ントの記憶を開始する最初のセクタ中のみに現われる。
共通ファイル・ヘッダ１００は一般的ヘッダ９０に直ぐ
隣接するディレクトリ・セグメントを記憶する第１のセ
クタ中に記憶されている。一般的ヘッダ９０は固定長を
有し、従って第１のセクタ内に記録情報の円周位置はフ
ァイルの記述を始めるのに共通のファイル・ヘッダ１０
０を識別する。フィールド１０２はディレクトリ・セグ
メント中で記述されているファイルのファイル名を含む
、ファイル名はファイル拡張名（多重バイト）を有する
ことができ、これはフィールド１０３を含むことができ
る。フィールド１０４はアクチブなファイル・バージョ
ンのバージョン数を記憶している。ファイル１０４が０
である時は、このファイルのアクチブ・バージョンはな
い、アクチブ・バージョンが存在するかどうかは、ホス
ト・プロセッサ１０をプログラムしたユーザによって決
定される。フィールド１０５はこのファイルのバージ厘
ン数を示すカウントを含んでいる。
隣接するディレクトリ・セグメントを記憶する第１のセ
クタ中に記憶されている。一般的ヘッダ９０は固定長を
有し、従って第１のセクタ内に記録情報の円周位置はフ
ァイルの記述を始めるのに共通のファイル・ヘッダ１０
０を識別する。フィールド１０２はディレクトリ・セグ
メント中で記述されているファイルのファイル名を含む
、ファイル名はファイル拡張名（多重バイト）を有する
ことができ、これはフィールド１０３を含むことができ
る。フィールド１０４はアクチブなファイル・バージョ
ンのバージョン数を記憶している。ファイル１０４が０
である時は、このファイルのアクチブ・バージョンはな
い、アクチブ・バージョンが存在するかどうかは、ホス
ト・プロセッサ１０をプログラムしたユーザによって決
定される。フィールド１０５はこのファイルのバージ厘
ン数を示すカウントを含んでいる。
ホスト・プロセッサのプログラミングは新しいバージョ
ンが形成される時に任意に定義もしくは決定される。多
くの場合、バージョンは給与支払ファイルの種々のバー
ジョンの場合の一周毎のように経時的に生ずる。共通フ
ァイル・ヘッダは固定長を有し、ディレクトリ・セグメ
ント５８もしくは７４を記憶する最初のセクタ中にのみ
生ずる。
ンが形成される時に任意に定義もしくは決定される。多
くの場合、バージョンは給与支払ファイルの種々のバー
ジョンの場合の一周毎のように経時的に生ずる。共通フ
ァイル・ヘッダは固定長を有し、ディレクトリ・セグメ
ント５８もしくは７４を記憶する最初のセクタ中にのみ
生ずる。
共通ヘッダ１００の終りから一連のファイル・バージョ
ン記述１１０が始まる。ディスク２０上に記録される各
ファイル・バージョンには１つのファイル・バージョン
記述が存在する。各ファイル・バージョン記述１１０も
固定長であり、セクタ中回転位置もしくはバイト位置が
各ファイル・バージョン記述１１０の開始を識別する。
ン記述１１０が始まる。ディスク２０上に記録される各
ファイル・バージョンには１つのファイル・バージョン
記述が存在する。各ファイル・バージョン記述１１０も
固定長であり、セクタ中回転位置もしくはバイト位置が
各ファイル・バージョン記述１１０の開始を識別する。
ファイル・バージョン記述１１０は記述されるバージョ
ンの数を含むフィールド１１１を含んでいる。フィール
ド１１１はファイルの６５５３５ （６４Ｋ）迄を識別
する２バイトを含んでいる。より大きなバージョンを識
別するためには、フィールド１１１は拡張できる。しか
しながら、ディレクトリの各バージョンについて、フィ
ールド長は一定であり、円周もしくはバイト位置によっ
てフィールドの位置をイネーブルできなくてはならない
。このような拡張が望まれる時は、すべてのバージョン
記述１１０は又拡張されなければならない。フィールド
１１２は所与のファイル・バージョンの属性を定義する
属性クラブの組を含んでいる。この属性はたとえば読取
り専用であることを示すバージョンを含み、もしこれが
上記のＤＯ３２，１に使用されるかくれファイルである
時には、属性はシステム・ファイル、ボリューム・ラベ
ル、サブディレクト１ハ保存フアイル等である。フィー
ルド１１３はそのバージョンを形成した時の日付は及び
時刻（タイム・スタンプ）を含む、このような日付は及
び時刻の標識はＤＯ３２，１の日付は及び時刻フォーマ
ットに従っている。サイズ・フィールド１１４は記述さ
れつつあるファイル・バージョン中に含まれるバイトの
数を識別する。サイズ標識は最初に最下位桁が読取られ
ることが好ましい。フィールド１１５はファイル・バー
ジョンから記憶したバイトを有する最後のセクタ中に記
憶されているファイル・バージョン中のバイトの数を示
す、換言すれば５個のセクタにファイルを記憶すると第
５番目のセクタは完全に充填されないこともある。最後
のセクタ中のバイト数がフィールド１１５中に示されて
いる。エクステント・カウント・フィールド１１６はこ
の所与のファイル・バージョン中のエクステントの数を
示す。１つのファイル拡張はディスク２０の連続セクタ
中に記憶されるファイルの部分である。エクステントの
定義（後述）はフィールド１１７中に含まれる。
ンの数を含むフィールド１１１を含んでいる。フィール
ド１１１はファイルの６５５３５ （６４Ｋ）迄を識別
する２バイトを含んでいる。より大きなバージョンを識
別するためには、フィールド１１１は拡張できる。しか
しながら、ディレクトリの各バージョンについて、フィ
ールド長は一定であり、円周もしくはバイト位置によっ
てフィールドの位置をイネーブルできなくてはならない
。このような拡張が望まれる時は、すべてのバージョン
記述１１０は又拡張されなければならない。フィールド
１１２は所与のファイル・バージョンの属性を定義する
属性クラブの組を含んでいる。この属性はたとえば読取
り専用であることを示すバージョンを含み、もしこれが
上記のＤＯ３２，１に使用されるかくれファイルである
時には、属性はシステム・ファイル、ボリューム・ラベ
ル、サブディレクト１ハ保存フアイル等である。フィー
ルド１１３はそのバージョンを形成した時の日付は及び
時刻（タイム・スタンプ）を含む、このような日付は及
び時刻の標識はＤＯ３２，１の日付は及び時刻フォーマ
ットに従っている。サイズ・フィールド１１４は記述さ
れつつあるファイル・バージョン中に含まれるバイトの
数を識別する。サイズ標識は最初に最下位桁が読取られ
ることが好ましい。フィールド１１５はファイル・バー
ジョンから記憶したバイトを有する最後のセクタ中に記
憶されているファイル・バージョン中のバイトの数を示
す、換言すれば５個のセクタにファイルを記憶すると第
５番目のセクタは完全に充填されないこともある。最後
のセクタ中のバイト数がフィールド１１５中に示されて
いる。エクステント・カウント・フィールド１１６はこ
の所与のファイル・バージョン中のエクステントの数を
示す。１つのファイル拡張はディスク２０の連続セクタ
中に記憶されるファイルの部分である。エクステントの
定義（後述）はフィールド１１７中に含まれる。
ファイル・バージョン記述１１０の全長は固定長のフィ
ールド１１１乃至１１６及び固定長の拡張の定義１１７
の数に決定される。このようにしてディスク２０の回転
もしくはバイト位置がディレクトリ・セグメント５２中
に含まれる各ファイル・バージコン記述１１０の開始を
識別する。エクステントの定義は連続するファイル中の
相対的セクタ数を識別する固定長フィールドであり、即
ちエクステントが始まり、エクステントを構成する連続
セクタの数である。
ールド１１１乃至１１６及び固定長の拡張の定義１１７
の数に決定される。このようにしてディスク２０の回転
もしくはバイト位置がディレクトリ・セグメント５２中
に含まれる各ファイル・バージコン記述１１０の開始を
識別する。エクステントの定義は連続するファイル中の
相対的セクタ数を識別する固定長フィールドであり、即
ちエクステントが始まり、エクステントを構成する連続
セクタの数である。
用語「エクステント」についてはファイル・エクステン
ト・マツプ制御ブロックを示す第６図に関して後に詳細
に説明する。簡単に説明すると、ファイルは異なる時に
ディスク２０上に記録される異なるレコードを持つこと
ができる。記録される連続レコードの各組が１つのファ
イル・エクステントを構成する。たとえば、レコード５
乃至２６が最初に記録されたとすると、これ等のレコー
ドが単一のエクステントを構成する。レコード５乃至２
６の後に記録されるレコード１乃至４は第２のエクステ
ントを構成する。ディスク２ｏは消去不能に記録され、
ユーザ・データは、データの論理関係にかかわらず、減
少する半径位置に連続的に記録されるので、エクステン
トの定義及び管理はこのディレクトリ構造の重要な部分
を形成する。
ト・マツプ制御ブロックを示す第６図に関して後に詳細
に説明する。簡単に説明すると、ファイルは異なる時に
ディスク２０上に記録される異なるレコードを持つこと
ができる。記録される連続レコードの各組が１つのファ
イル・エクステントを構成する。たとえば、レコード５
乃至２６が最初に記録されたとすると、これ等のレコー
ドが単一のエクステントを構成する。レコード５乃至２
６の後に記録されるレコード１乃至４は第２のエクステ
ントを構成する。ディスク２ｏは消去不能に記録され、
ユーザ・データは、データの論理関係にかかわらず、減
少する半径位置に連続的に記録されるので、エクステン
トの定義及び管理はこのディレクトリ構造の重要な部分
を形成する。
任意の記録動作が生ずる前に、ディスクは第１図に示し
たようにルート・ディレクトリ及び種々のアンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタを設定するために初期設定
されなくてはならない。この初期設定は第１図及び第５
図を参照して説明する。ディスク２０はディスク・プレ
イヤ／レコーダ上に適切に取付けられ、ホスト・プロセ
ッサ１０はディスク２ｏがディスク・ドライブ１７上の
１つの上に取付けられたことを識別したものと仮定する
。ＤＯ８１１によってホスト・プロセッサ１０はホスト
・プロセッサｌｏ内に記憶されているプログラムをサブ
ファンクション・コール（アクチベート）して、第５図
に示したマシン動作を遂行する。このプログラム・コー
ルは頭字語ＩＮＩＴＯＤによって１２０に示されている
０番号１２１はディスクの初期設定に必要なパラメータ
・データを示す、これ等はＤＯ８２，１のプロトコルに
従う○Ｄ１もしくは○Ｄ２のようなドライブ１７のＩＤ
もしくはアドレス、本発明とは直接関係のないシステム
のオプション（ＳＹＳＯＦＴ）、ディスク・ラベルであ
る。ディスク２０上には第１図に示したディレクトリ以
外に診断領域も確立される。この時点では半径上一番外
側のトラック中のデータ・セクタ０のＤＯＳブーツ２５
は書込まれない。ホスト・プロセッサ１０はＩＮＩＴ○
Ｄプログラムを呼出した後、戻りコードＲを段階１２２
でＯにリセットする。次に段階１２３でホスト・プロセ
ッサはトラック１、セクタ１（ＴＩＳｌ）を読取り、０
ＤＳＤＣＢ３５が記録されているかどうか、即ちディス
ク２０がすでに初期設定されているかどうかを判断する
０段階１２４で、ホスト・プロセッサ１ｏは段ＨｘＱｓ
中で行われた読取りの結果を調べる。もしこのセクタが
Ｏに等しくない時は、戻りコードが段階１２５で１にセ
ットされ、ホスト・プロセッサ１ｏの制御は戻り点１２
６で呼び出しプログラムに戻される。Ｔ１５１が段階１
２４で空白もしくはＯであることがわかると、ホスト・
プロセッサ１０は後に第６図に関して詳細に説明する０
ＤＤＣＢ （光学ディスク装置制御ブロック）１２８と
呼ばれる制御ブロックを形成する。０ＤＤＣ８１２８の
情報内容は以下明らかになるように大部分０ＤＳＤＣＢ
３５に記録される。０ＤＤＣＢ１２８はホスト・プロセ
ッサ１０の主メモリ（図示されず）に存在する。光ディ
スク２ｏの診断テストの設定は１３０で開始し、ここで
種々の動作パラメータのための光ディスクをテストする
のに敵したテスト・パターン（図示されず）がホスト・
プロセッサ１０の主メモリの所謂フォーマット領域（図
示されず）にもたらされる０段階１３１でホスト・プロ
セッサ１０はディスク２０上にテスト領域を割当て、フ
ォーマット化する１診断テスト・パターンは光学ディス
クの半径上−香臭の、即ちディレクトリ領域２８（第２
図）の半径上内側に記録される。
たようにルート・ディレクトリ及び種々のアンカー・ベ
ース及びアンカー・ポインタを設定するために初期設定
されなくてはならない。この初期設定は第１図及び第５
図を参照して説明する。ディスク２０はディスク・プレ
イヤ／レコーダ上に適切に取付けられ、ホスト・プロセ
ッサ１０はディスク２ｏがディスク・ドライブ１７上の
１つの上に取付けられたことを識別したものと仮定する
。ＤＯ８１１によってホスト・プロセッサ１０はホスト
・プロセッサｌｏ内に記憶されているプログラムをサブ
ファンクション・コール（アクチベート）して、第５図
に示したマシン動作を遂行する。このプログラム・コー
ルは頭字語ＩＮＩＴＯＤによって１２０に示されている
０番号１２１はディスクの初期設定に必要なパラメータ
・データを示す、これ等はＤＯ８２，１のプロトコルに
従う○Ｄ１もしくは○Ｄ２のようなドライブ１７のＩＤ
もしくはアドレス、本発明とは直接関係のないシステム
のオプション（ＳＹＳＯＦＴ）、ディスク・ラベルであ
る。ディスク２０上には第１図に示したディレクトリ以
外に診断領域も確立される。この時点では半径上一番外
側のトラック中のデータ・セクタ０のＤＯＳブーツ２５
は書込まれない。ホスト・プロセッサ１０はＩＮＩＴ○
Ｄプログラムを呼出した後、戻りコードＲを段階１２２
でＯにリセットする。次に段階１２３でホスト・プロセ
ッサはトラック１、セクタ１（ＴＩＳｌ）を読取り、０
ＤＳＤＣＢ３５が記録されているかどうか、即ちディス
ク２０がすでに初期設定されているかどうかを判断する
０段階１２４で、ホスト・プロセッサ１ｏは段ＨｘＱｓ
中で行われた読取りの結果を調べる。もしこのセクタが
Ｏに等しくない時は、戻りコードが段階１２５で１にセ
ットされ、ホスト・プロセッサ１ｏの制御は戻り点１２
６で呼び出しプログラムに戻される。Ｔ１５１が段階１
２４で空白もしくはＯであることがわかると、ホスト・
プロセッサ１０は後に第６図に関して詳細に説明する０
ＤＤＣＢ （光学ディスク装置制御ブロック）１２８と
呼ばれる制御ブロックを形成する。０ＤＤＣ８１２８の
情報内容は以下明らかになるように大部分０ＤＳＤＣＢ
３５に記録される。０ＤＤＣＢ１２８はホスト・プロセ
ッサ１０の主メモリ（図示されず）に存在する。光ディ
スク２ｏの診断テストの設定は１３０で開始し、ここで
種々の動作パラメータのための光ディスクをテストする
のに敵したテスト・パターン（図示されず）がホスト・
プロセッサ１０の主メモリの所謂フォーマット領域（図
示されず）にもたらされる０段階１３１でホスト・プロ
セッサ１０はディスク２０上にテスト領域を割当て、フ
ォーマット化する１診断テスト・パターンは光学ディス
クの半径上−香臭の、即ちディレクトリ領域２８（第２
図）の半径上内側に記録される。
段階１３１中には、この半径上最奥のトラック上にテス
ト・パターンを記録することが含まれる。
ト・パターンを記録することが含まれる。
段階１３２で、ホスト・プロセッサ１０はこの動作記録
からの戻りコードを調べる。もし戻りコードが非Ｏなら
ば、即ち誤り条件が発生すると、初期設定は続けられな
い、従って、段階１３３においてホスト・プロセッサ１
０はその戻りコードＲを１にセットし、呼び出しＤＯ８
１１機能に戻る。
からの戻りコードを調べる。もし戻りコードが非Ｏなら
ば、即ち誤り条件が発生すると、初期設定は続けられな
い、従って、段階１３３においてホスト・プロセッサ１
０はその戻りコードＲを１にセットし、呼び出しＤＯ８
１１機能に戻る。
段階１３２中の戻りコードＲは記録過程からのものであ
り１段階１３３中の戻りコードと同じではないことに注
意されたい。診断テスト・パターンがディスク２０の半
径上最奥のトラック中に成功裡に記録されたと仮定する
と１段階１３４でホスト・プロセッサ１０は（その主メ
モリ中の）ＯＤＤＣ５１２８内の診断テスト・パターン
をどのトラックに記録したかを識別する。段階１３５に
おいて、フォーマット化領域はテスト・パターンを消去
するために０にクリアされる。
り１段階１３３中の戻りコードと同じではないことに注
意されたい。診断テスト・パターンがディスク２０の半
径上最奥のトラック中に成功裡に記録されたと仮定する
と１段階１３４でホスト・プロセッサ１０は（その主メ
モリ中の）ＯＤＤＣ５１２８内の診断テスト・パターン
をどのトラックに記録したかを識別する。段階１３５に
おいて、フォーマット化領域はテスト・パターンを消去
するために０にクリアされる。
段階１３５から、ホスト・プロセッサ１０はルート・デ
ィレクトリを形成するように進む。段階１４０で、ルー
ト・ディレクトリ・セグメントが先ず形成される。ルー
ト・ディレクトリ・セグメントは段階１３４で記録され
た診断トラックに直ちに隣接する２トラツクに割当てら
れる。ディレクトリの割当てはボトム・アップであり、
即ちディレクトリ・セグメントはルート・アンカーを通
して行われる。のこ手順の理由は高位のディレクトリ要
素が下位ディレクトリ要素を指摘するポインタを含むか
らである。ディスク２０には媒体の不完全部があるので
下位のディレクトリ要素がどこに記録されるかは、わか
っていない、従って、上位ディレクトリ要素は最後に記
録される。この時点で、ディレクトリ・データはデータ
２０上に記録されていない、ここでホスト・プロセッサ
１０は前に記録された診断トラックに半径上隣接する２
つのトラックをアクセスしてこのトラックが割当て可能
であるかどうかを知る０両トラックが割当て可能な時は
、この事実は以下明らかにされるようにディスク２０上
に後に記録されるトラック・ポインタとともに主メモリ
中に記される０次に段階１４１で、根ディレクトリ・ヘ
ッダ５０が丁度割当てられた根ディレクトリ・セグメン
ト５８へのアドレス・ポインタを含む主メモリのフォー
マット領域に形成される。この割当ては主メモリにルー
ト・ヘッダ部５３（第４図）の現在のセグメント・ポイ
ンタ８２を書込むことによって達成される。逆ポインタ
８１及び前のセグメント・ポインタは０である。それは
これが最初のディレクトリ・ヘッダであるからである。
ィレクトリを形成するように進む。段階１４０で、ルー
ト・ディレクトリ・セグメントが先ず形成される。ルー
ト・ディレクトリ・セグメントは段階１３４で記録され
た診断トラックに直ちに隣接する２トラツクに割当てら
れる。ディレクトリの割当てはボトム・アップであり、
即ちディレクトリ・セグメントはルート・アンカーを通
して行われる。のこ手順の理由は高位のディレクトリ要
素が下位ディレクトリ要素を指摘するポインタを含むか
らである。ディスク２０には媒体の不完全部があるので
下位のディレクトリ要素がどこに記録されるかは、わか
っていない、従って、上位ディレクトリ要素は最後に記
録される。この時点で、ディレクトリ・データはデータ
２０上に記録されていない、ここでホスト・プロセッサ
１０は前に記録された診断トラックに半径上隣接する２
つのトラックをアクセスしてこのトラックが割当て可能
であるかどうかを知る０両トラックが割当て可能な時は
、この事実は以下明らかにされるようにディスク２０上
に後に記録されるトラック・ポインタとともに主メモリ
中に記される０次に段階１４１で、根ディレクトリ・ヘ
ッダ５０が丁度割当てられた根ディレクトリ・セグメン
ト５８へのアドレス・ポインタを含む主メモリのフォー
マット領域に形成される。この割当ては主メモリにルー
ト・ヘッダ部５３（第４図）の現在のセグメント・ポイ
ンタ８２を書込むことによって達成される。逆ポインタ
８１及び前のセグメント・ポインタは０である。それは
これが最初のディレクトリ・ヘッダであるからである。
根ディレクトリ中に使用される最初のディレクトリ・セ
グメントのための丁度割当てられた２トラツクに連続す
るディスク２０の単一トラックがディレクトリ・ヘッダ
５３に割当てられる。
グメントのための丁度割当てられた２トラツクに連続す
るディスク２０の単一トラックがディレクトリ・ヘッダ
５３に割当てられる。
ここで３つのトラックがディレクトリに割当てられた。
即ち２つは最初のディレクトリ・セグメント及び１つは
最初のディレクトリ・ヘッダのためである。現在、ディ
スク２ｏ上にはディレクトリとしては何も記録されてい
ない６段階１４２では、ホスト・プロセッサ１０は０Ｄ
ＤＣＢ １２８（ホスト・プロセッサｌｏ中の主メモリ
中の）をアクセスして段階１４１で丁度割当てられたト
ラック・アドレスにヘッダ・アドレスをセットする。
最初のディレクトリ・ヘッダのためである。現在、ディ
スク２ｏ上にはディレクトリとしては何も記録されてい
ない６段階１４２では、ホスト・プロセッサ１０は０Ｄ
ＤＣＢ １２８（ホスト・プロセッサｌｏ中の主メモリ
中の）をアクセスして段階１４１で丁度割当てられたト
ラック・アドレスにヘッダ・アドレスをセットする。
丁度割当てられたディレクトリ・ヘッダ及びセグメント
をアドレス可能にする０ＤＤＣＢ１２８の設定に続き、
ホスト・プロセッサ１０は段階１４３で丁度割当てられ
たルート・ディレクトリ・ヘッダのためのトラック・ア
ドレスを含むディレクトリ・アンカー・ポインタを形成
する。このプログラム形成過程はヘッダ・トラック・ア
ドレスを、ＰにセットされたＩＤフィールドを有する主
メモリのアンカー・ポインタに置き逆ポインタを０にセ
ットしくこれは形成される最初のアンカー・ポインタで
ある）、根ディレクトリ・ヘッダのトラック・アドレス
を割当てるように進行する。又利用可能な次の半径上一
番外側のトラックがアンカー・ポインタに割当てられる
。依然ディスク２０上には何も記録されていない。
をアドレス可能にする０ＤＤＣＢ１２８の設定に続き、
ホスト・プロセッサ１０は段階１４３で丁度割当てられ
たルート・ディレクトリ・ヘッダのためのトラック・ア
ドレスを含むディレクトリ・アンカー・ポインタを形成
する。このプログラム形成過程はヘッダ・トラック・ア
ドレスを、ＰにセットされたＩＤフィールドを有する主
メモリのアンカー・ポインタに置き逆ポインタを０にセ
ットしくこれは形成される最初のアンカー・ポインタで
ある）、根ディレクトリ・ヘッダのトラック・アドレス
を割当てるように進行する。又利用可能な次の半径上一
番外側のトラックがアンカー・ポインタに割当てられる
。依然ディスク２０上には何も記録されていない。
段階１４４でホスト・プロセッサ１０は０ＤＤＣＢ１２
８ （主プロセツサ１０の主メモリ中にある）をアクセ
スし、丁度割当てられたばかりのトラック・アドレスを
装置制御ブロック１２８の後に説明するフィールド中に
記憶される１次に段階１４５で、ホスト・プロセッサ１
ｏはアンカー・ベース４０を主メモリ中に形成し、アン
カー・ベースのために次に利用可能な半径上より外側の
トラックを割当てる。最初のアンカー・ベースの項目は
Ａｒａ別子フィールド、これが最初のアンカー・ベース
要素であるので０にセットされている前のアンカー・ベ
ース要素への逆ポインタ及び（段階１４３で割当てられ
たばかりの）ディレクトリ・アンカー・ポインタのトラ
ック・アドレスを含む。
８ （主プロセツサ１０の主メモリ中にある）をアクセ
スし、丁度割当てられたばかりのトラック・アドレスを
装置制御ブロック１２８の後に説明するフィールド中に
記憶される１次に段階１４５で、ホスト・プロセッサ１
ｏはアンカー・ベース４０を主メモリ中に形成し、アン
カー・ベースのために次に利用可能な半径上より外側の
トラックを割当てる。最初のアンカー・ベースの項目は
Ａｒａ別子フィールド、これが最初のアンカー・ベース
要素であるので０にセットされている前のアンカー・ベ
ース要素への逆ポインタ及び（段階１４３で割当てられ
たばかりの）ディレクトリ・アンカー・ポインタのトラ
ック・アドレスを含む。
一度これ等のフィールドはアンカー・ベース４０のため
に設定されると、ホスト・プロセッサ１０は０ＤＤＣＢ
１２８をアクセスし、アンカー・ベース４０のためのト
ラック・アドレスを主メモリ中のこの制御ブロック中に
記憶する０丁度割当てられたディレクトリ・ヘッダ・ト
ラック、２つのセグメント・トラック、アンカー・ポイ
ンタ・トラック及びアンカー・ベース・トラックをアク
セスするトラック・アドレス情報のすべては現在ホスト
・プロセッサ１０に利用可能であり、最後に０ＤＳＤＣ
Ｂ３５がトラック１、セクタ１中に記憶できるようにな
っている。従って段階１４７でホスト・プロセッサ１０
は主メモリ中に０ＤＳＤＣＢ３５を形成し、これを第６
図に示したフォーマットでディスク２０のトラック１、
セクタ１に記録する。０ＤＳＤＣＢ３５を記録する前は
、ディスク２０は信号を何等含まないか、留保領域（説
明されない）に診断信号を記憶している。０ＤＳＤＣＢ
３５の記録に続き、追加のハウスキービングーマシン動
作が番号１４８によって示されたように遂行される１次
に、ホスト・プロセッサ１ｏの管理と制御はＤＯ８１１
に戻り、マシン動作のＩ Ｎ Ｉ ＴＯＤセットと呼ば
れる機能に戻る。
に設定されると、ホスト・プロセッサ１０は０ＤＤＣＢ
１２８をアクセスし、アンカー・ベース４０のためのト
ラック・アドレスを主メモリ中のこの制御ブロック中に
記憶する０丁度割当てられたディレクトリ・ヘッダ・ト
ラック、２つのセグメント・トラック、アンカー・ポイ
ンタ・トラック及びアンカー・ベース・トラックをアク
セスするトラック・アドレス情報のすべては現在ホスト
・プロセッサ１０に利用可能であり、最後に０ＤＳＤＣ
Ｂ３５がトラック１、セクタ１中に記憶できるようにな
っている。従って段階１４７でホスト・プロセッサ１０
は主メモリ中に０ＤＳＤＣＢ３５を形成し、これを第６
図に示したフォーマットでディスク２０のトラック１、
セクタ１に記録する。０ＤＳＤＣＢ３５を記録する前は
、ディスク２０は信号を何等含まないか、留保領域（説
明されない）に診断信号を記憶している。０ＤＳＤＣＢ
３５の記録に続き、追加のハウスキービングーマシン動
作が番号１４８によって示されたように遂行される１次
に、ホスト・プロセッサ１ｏの管理と制御はＤＯ８１１
に戻り、マシン動作のＩ Ｎ Ｉ ＴＯＤセットと呼ば
れる機能に戻る。
Ｅ４ ＦＥＭＣＢ及び０ＤＤＣＢ
第６図はファイルのエクステントを示すＦＥＭＣＢ１５
５制御ブロック及び装置制御ブロック０ＤＤＣ８１２８
を示している。ＦＥＭＣＢ１５！５はホスト・プロセッ
サ１０の主メモリ中にのみ記憶され、ファイル・バージ
ョン記述子ヘッダ１１０（第４図）のエクステントの定
義１１７はＦＥＭＣＢ１５５から誘導される。データ処
理動作のためにホスト・プロセッサ１０にオープンされ
る各データ・ファイル、即ち入力もしくは出力ファイル
のための１つのＦＥＭＣＢ １５５が存在する。
５制御ブロック及び装置制御ブロック０ＤＤＣ８１２８
を示している。ＦＥＭＣＢ１５！５はホスト・プロセッ
サ１０の主メモリ中にのみ記憶され、ファイル・バージ
ョン記述子ヘッダ１１０（第４図）のエクステントの定
義１１７はＦＥＭＣＢ１５５から誘導される。データ処
理動作のためにホスト・プロセッサ１０にオープンされ
る各データ・ファイル、即ち入力もしくは出力ファイル
のための１つのＦＥＭＣＢ １５５が存在する。
ＦＥＭＣＢ１５５のいくつかのフィールドが本発明を理
解するために示されている。ＦＥＭＩＤフィールド１５
６はメモリのこの部分をＦＥＭＣＢとして識別するため
のものである。ＦＥＭＣＢＩ５５のアドレス可能性は一
般に知られたＤＯＳ技法を使用して上位のＤＯＳ機能レ
ベルで達成されるが、ここでは説明しない。フィールド
１５７ｖはファイルがオープン状態にある時は更新され
たかどうかを示す。２進１はファイル更新を示す。
解するために示されている。ＦＥＭＩＤフィールド１５
６はメモリのこの部分をＦＥＭＣＢとして識別するため
のものである。ＦＥＭＣＢＩ５５のアドレス可能性は一
般に知られたＤＯＳ技法を使用して上位のＤＯＳ機能レ
ベルで達成されるが、ここでは説明しない。フィールド
１５７ｖはファイルがオープン状態にある時は更新され
たかどうかを示す。２進１はファイル更新を示す。
このような表示子はオープン・ファイルをクローズする
時にホスト・プロセッサ１０中において処理されたファ
イルがディスク２０上に記録されるかどうかを示すのに
使用される。フィールドＤＩＲＡＤＤＲ１５８はディレ
クトリ・セグメント５８のためのトラック及びセクタ・
アドレスを記憶し、識別されたオープン・ファイルを識
別する。
時にホスト・プロセッサ１０中において処理されたファ
イルがディスク２０上に記録されるかどうかを示すのに
使用される。フィールドＤＩＲＡＤＤＲ１５８はディレ
クトリ・セグメント５８のためのトラック及びセクタ・
アドレスを記憶し、識別されたオープン・ファイルを識
別する。
フィールド１５９はオープン・ファイルのための及び第
４ＩＪ！ｉのディレクトリ・セグメント５２のフィール
ド１１２に対応するファイル・バージョンのための属性
フラグを含む、ＤＲフィールド１６０は光ディスク２０
が取付けられるドライブ（ＤＲ）のアドレスＤＯＩもし
くは○Ｄ２を含む。フィールド１６１は簡単には共通の
ファイル・ヘッダ１００ （第４図）のフィールド１０
２．１０３に対応するファイル名拡張を含むオープン・
ファイル名を記憶する。ＶＥＲフィールド１６２はオー
プン・ファイルのファイル番号バージョン（ＶＥＲ）を
記憶する。この番号は現在ホスト・プロセッサ１０によ
って処理されているファイル名のバージョンのフィール
ド１１１中のバージョン番号に対応する。オープン・フ
ィールド１６５はこのファイルを開いたホスト・プロセ
ッサ１０中のプログラムの数を示す、ファイルを開くた
びに、オープン・フィールド１６５は１だけインクレメ
ントされる。同じように、プログラムの１つがファイル
をクローズすると、オープンの数は１だけ減少する。フ
ィールドＶＣＮＴ１６６はディレクトリ２８中で識別さ
れるオープン・ファイルの最高の番号のバージョンのた
めのバージョン・カウント（ＶＣＮＴ）を記憶する。処
理されつつあるファイル・バージョンは最高の番号のバ
ージョンである必要はない。フィールドＲＥＬＳ１６７
はオープン・ファイルのための上位の相対セクタ（ＲＥ
ＬＳ）を識別し、これは勿論ファイルを構成するエクス
テントのすべてのうちで最後に記憶されたレコードを有
するエクステントを識別する。
４ＩＪ！ｉのディレクトリ・セグメント５２のフィール
ド１１２に対応するファイル・バージョンのための属性
フラグを含む、ＤＲフィールド１６０は光ディスク２０
が取付けられるドライブ（ＤＲ）のアドレスＤＯＩもし
くは○Ｄ２を含む。フィールド１６１は簡単には共通の
ファイル・ヘッダ１００ （第４図）のフィールド１０
２．１０３に対応するファイル名拡張を含むオープン・
ファイル名を記憶する。ＶＥＲフィールド１６２はオー
プン・ファイルのファイル番号バージョン（ＶＥＲ）を
記憶する。この番号は現在ホスト・プロセッサ１０によ
って処理されているファイル名のバージョンのフィール
ド１１１中のバージョン番号に対応する。オープン・フ
ィールド１６５はこのファイルを開いたホスト・プロセ
ッサ１０中のプログラムの数を示す、ファイルを開くた
びに、オープン・フィールド１６５は１だけインクレメ
ントされる。同じように、プログラムの１つがファイル
をクローズすると、オープンの数は１だけ減少する。フ
ィールドＶＣＮＴ１６６はディレクトリ２８中で識別さ
れるオープン・ファイルの最高の番号のバージョンのた
めのバージョン・カウント（ＶＣＮＴ）を記憶する。処
理されつつあるファイル・バージョンは最高の番号のバ
ージョンである必要はない。フィールドＲＥＬＳ１６７
はオープン・ファイルのための上位の相対セクタ（ＲＥ
ＬＳ）を識別し、これは勿論ファイルを構成するエクス
テントのすべてのうちで最後に記憶されたレコードを有
するエクステントを識別する。
フィールドＭＡＰＡＤＤＲ１６８は特定のファイル・バ
ージョンのためのエクステント・マツプの始まり（ＭＡ
ＰＡＤＤＲ）をマークするホスト・プロセッサの主メモ
リ中のアドレスを指摘する。
ージョンのためのエクステント・マツプの始まり（ＭＡ
ＰＡＤＤＲ）をマークするホスト・プロセッサの主メモ
リ中のアドレスを指摘する。
各エクステント・マツプはファイル・バージョン記述１
１０の中のフィールド１１６及び１１７より成る。各フ
ァイルはそのファイル・バージョンの各々についてファ
イル・バージョン記述を有する。エクステント・マツプ
の相対バイト・アドレスＭＡＰＡＤＤＲはエクステント
・マツプがフィールド９１から偏位するバイトの数を示
す、ディレクトリ・セグメント５８はディスク２０の複
数のセクタにまたがって延在でき、ＭＡＰＡＤＤＲフィ
ールド１６８中の相対バイト位置はセクタ中に記憶され
るバイトの数より大きい、特定のファイル・バージＪン
記述１１０中のディレクトリ・セグメント５２中の、デ
ィスク２０上のエクステント・カウント・フィールド１
１６の開始の物理的位置はフィールド１６７中の相対数
をセクタ中のバイト数によって除算したオフセットであ
る。
１０の中のフィールド１１６及び１１７より成る。各フ
ァイルはそのファイル・バージョンの各々についてファ
イル・バージョン記述を有する。エクステント・マツプ
の相対バイト・アドレスＭＡＰＡＤＤＲはエクステント
・マツプがフィールド９１から偏位するバイトの数を示
す、ディレクトリ・セグメント５８はディスク２０の複
数のセクタにまたがって延在でき、ＭＡＰＡＤＤＲフィ
ールド１６８中の相対バイト位置はセクタ中に記憶され
るバイトの数より大きい、特定のファイル・バージＪン
記述１１０中のディレクトリ・セグメント５２中の、デ
ィスク２０上のエクステント・カウント・フィールド１
１６の開始の物理的位置はフィールド１６７中の相対数
をセクタ中のバイト数によって除算したオフセットであ
る。
この余りはファイル・バージョン記述１１０を記憶する
セクタ内のバイト・オフセットを示し、商はディレクト
リ・セグメント５８の項目の相対セクタ数として示した
フィールド９１からの変位から１を引いた値を示す、Ｎ
ＢＲフィールド１６９はエクステントの定義の数（ＮＢ
Ｒ）を示し、これはディスク２０上に記録されているエ
クステント・カウント・フィールド１１６中に記憶され
ている数と同じ数である。ＥＸＴフィールド１７０はエ
クステント（ＥＸＴ）定義フィールド１１７中に記憶さ
れている情報を含む。番号１７１はＦＥＭＣＢ１５５が
、ＤＯＳに関連するが本発明の理解には関連しない他の
情報を含んでいることを示す省略記号である。このよう
な情報はファイル寸法、日付及び時刻、過去の情報、サ
ブディレクトリの情報等を含むことができる。
セクタ内のバイト・オフセットを示し、商はディレクト
リ・セグメント５８の項目の相対セクタ数として示した
フィールド９１からの変位から１を引いた値を示す、Ｎ
ＢＲフィールド１６９はエクステントの定義の数（ＮＢ
Ｒ）を示し、これはディスク２０上に記録されているエ
クステント・カウント・フィールド１１６中に記憶され
ている数と同じ数である。ＥＸＴフィールド１７０はエ
クステント（ＥＸＴ）定義フィールド１１７中に記憶さ
れている情報を含む。番号１７１はＦＥＭＣＢ１５５が
、ＤＯＳに関連するが本発明の理解には関連しない他の
情報を含んでいることを示す省略記号である。このよう
な情報はファイル寸法、日付及び時刻、過去の情報、サ
ブディレクトリの情報等を含むことができる。
エクステント及びそのディレクトリ構造に対する関係を
良く理解するために１例をあげる。ファイル名のレコー
ドの寸法を２５６バイトと仮定する。ファイルは先ず番
号１乃至９及び１６乃至２０のレコードを記録すること
によって形成される。
良く理解するために１例をあげる。ファイル名のレコー
ドの寸法を２５６バイトと仮定する。ファイルは先ず番
号１乃至９及び１６乃至２０のレコードを記録すること
によって形成される。
例を理解するためには以下の第１表を参照されたい。エ
クステント・マツプのバージ３ン１即ちフィールド１１
６及び１１７はエクステント・カウント１１６を３にセ
ットしている。最初のエクステント定義１１７はレコー
ド１乃至９のためのものであり、占有されるセクタ数は
レコード数×２５６バイト÷１０２４ （セクタ・サイ
ズ）を求め次の上位の数に丸めたものである。もしレコ
ード９がセクタの終りで終らない時は、このセクタの残
りの部分はすべて０にされる。第２のエクステントは空
のエクステントである。エクステント定義１１７の第２
の項目はセクタ数で２５６をセクタ寸法で割り（５倍し
て）、次の上位の整数に丸めたものである。この数はま
だ形成されていないもしくは少なくともまだ記録されて
いないレコード１１乃至１５を示す、第３のエクステン
トの定義１１７はセクタ数を２５６を５倍してセクタ寸
法で割り１次の高位の整数に丸めて求める。相対セクタ
項目は第１及び第３の占有エクステントだけのために導
入される。このような相対セクタ数は第２の即ち中間の
エクステントが記憶情報を表わすかどうかにかかわらず
計算される。たとえば第１及び第２のエクステントがフ
レーム名中に識別された情報を記憶するのに３つのセク
タを必要とするならば、第３のエクステントのための相
対セクタ数は４になる。中間のエクステントのための相
対セクタ数は０にセットされる。それは中間のエクステ
ントが情報記憶レコードを持たないからである。この場
合空白はすべて１でもよい。最初のエクステントの相対
セクタ数は０に等しい。
クステント・マツプのバージ３ン１即ちフィールド１１
６及び１１７はエクステント・カウント１１６を３にセ
ットしている。最初のエクステント定義１１７はレコー
ド１乃至９のためのものであり、占有されるセクタ数は
レコード数×２５６バイト÷１０２４ （セクタ・サイ
ズ）を求め次の上位の数に丸めたものである。もしレコ
ード９がセクタの終りで終らない時は、このセクタの残
りの部分はすべて０にされる。第２のエクステントは空
のエクステントである。エクステント定義１１７の第２
の項目はセクタ数で２５６をセクタ寸法で割り（５倍し
て）、次の上位の整数に丸めたものである。この数はま
だ形成されていないもしくは少なくともまだ記録されて
いないレコード１１乃至１５を示す、第３のエクステン
トの定義１１７はセクタ数を２５６を５倍してセクタ寸
法で割り１次の高位の整数に丸めて求める。相対セクタ
項目は第１及び第３の占有エクステントだけのために導
入される。このような相対セクタ数は第２の即ち中間の
エクステントが記憶情報を表わすかどうかにかかわらず
計算される。たとえば第１及び第２のエクステントがフ
レーム名中に識別された情報を記憶するのに３つのセク
タを必要とするならば、第３のエクステントのための相
対セクタ数は４になる。中間のエクステントのための相
対セクタ数は０にセットされる。それは中間のエクステ
ントが情報記憶レコードを持たないからである。この場
合空白はすべて１でもよい。最初のエクステントの相対
セクタ数は０に等しい。
アドレス機構に依存して上述のように計算された数に追
加される追加の相対数が存在する。フレーム名バージョ
ンの形成及びこれ等をディスク２０上に記憶した後、３
つのファイル・バージョン・ヘッダ１１０が生じ、一般
的ヘッダ９′０の後直ちに記憶される共通ファイル・ヘ
ッダ１００の後に連続して記憶される０次にファイル名
が更新される。レコード１３及び１４が記憶され、レコ
ード３及び１９が更新されたものとする。この更新の結
果、第Ａ表に示されたように７つのファイル・バージョ
ン・ヘッダ１１０が形成される。
加される追加の相対数が存在する。フレーム名バージョ
ンの形成及びこれ等をディスク２０上に記憶した後、３
つのファイル・バージョン・ヘッダ１１０が生じ、一般
的ヘッダ９′０の後直ちに記憶される共通ファイル・ヘ
ッダ１００の後に連続して記憶される０次にファイル名
が更新される。レコード１３及び１４が記憶され、レコ
ード３及び１９が更新されたものとする。この更新の結
果、第Ａ表に示されたように７つのファイル・バージョ
ン・ヘッダ１１０が形成される。
第１表
１回のファイル更新後のステータス
（１）原ファイル・バージョン記述−選択したフィール
ドフィールド ファイル名 内容１
１１ バージョン数 ２１１６
エクステント・カウント ３１１７７
１ ｘクステントの定義＃１ セクターｘｘｘ
ｏ。
ドフィールド ファイル名 内容１
１１ バージョン数 ２１１６
エクステント・カウント ３１１７７
１ ｘクステントの定義＃１ セクターｘｘｘ
ｏ。
（レコード１−１０用） ＃セクタ＝３１１
７−２ エクステントの定義＃２ セクターＦ
ＦＦＦＦＦ（レコード１１−１４用） ＃セク
タ＝２１１７−３ ｘクステントの定義＃３
セクタ＝ＸＸＸＯＯ６（レコード１５−２０用）
＃セクタ＝３（２）更新ファイル記述−選択フィー
ルドフィールド フィールド名 内容
１１１ バージョン数 １１１
６ エクステント・カウント ７１１７
−１ ｘクステントの定義＃ＩＵ セクタ＝ｘ
ｘｘＯｏ。
７−２ エクステントの定義＃２ セクターＦ
ＦＦＦＦＦ（レコード１１−１４用） ＃セク
タ＝２１１７−３ ｘクステントの定義＃３
セクタ＝ＸＸＸＯＯ６（レコード１５−２０用）
＃セクタ＝３（２）更新ファイル記述−選択フィー
ルドフィールド フィールド名 内容
１１１ バージョン数 １１１
６ エクステント・カウント ７１１７
−１ ｘクステントの定義＃ＩＵ セクタ＝ｘ
ｘｘＯｏ。
（レコードｌ及び２用） ＃セクタ＝１１１７
−２ ｘクステントの定義＃ｌＵ セクタ＝Ｘ
ＸＸＯＯ８（更新レコード３及び４用） ＃セクタ＝
１１１７−３ ｘクステントの定義＃３０ −ｔ
！クタ＝ＸＸＸＯＯ２（レコード５−１０用）
＃セクタ＝３１１７−４ エクステント定義Ｉ
４υ Ｉセクタ＝ＦＦＦＦＦＦ（レコード１１．１
２用） ＃セクタ＝１１１７−５ ｘクス
テント定義Ｉ５Ｕ セクタ＝ＸＸＸＯ９９（新レ
コード１３，１４用） ｌセクタ＝１１１７−６
ｘクステント定義＃６０ セクターＸＸＸ
０Ｏ６（レコード１５−１８用） ＃セクタ＝
２１１７−７ ｘクステント定義１７Ｕ セ
クタ＝ＸＸＸＯＯＡ（レコード１９．２０用） 上記の表で、＃は数を、ＦＦＦＦＦＦはすべて１を（論
理的に、データは記憶されていないのですべて１は空白
を意味する）、ＸＸＸは任意の相対アドレス番号を表わ
し、セクタのカウントは１６進で示されている。即ちＡ
−Ｆは夫々１０進１０−１５と等価である。ディレクト
リ・ヘッダにおいて、各更新ファイル・バージョン記述
１１０の各々は共通ファイル・ヘッダ１００に直ちに続
いてディレクトリ・セグメント中に記憶され、原ファイ
ル記述ヘッダ１１０は記憶され、更新ファイル・バージ
ョン記述に続いて記録され、最新のファイル・バージョ
ン記述がディレクトリ・セグメントを読取る時に遭遇す
る最初のものであるようにされる（ＬＩＦＯ・・・後入
れ先出（メモリ）。
−２ ｘクステントの定義＃ｌＵ セクタ＝Ｘ
ＸＸＯＯ８（更新レコード３及び４用） ＃セクタ＝
１１１７−３ ｘクステントの定義＃３０ −ｔ
！クタ＝ＸＸＸＯＯ２（レコード５−１０用）
＃セクタ＝３１１７−４ エクステント定義Ｉ
４υ Ｉセクタ＝ＦＦＦＦＦＦ（レコード１１．１
２用） ＃セクタ＝１１１７−５ ｘクス
テント定義Ｉ５Ｕ セクタ＝ＸＸＸＯ９９（新レ
コード１３，１４用） ｌセクタ＝１１１７−６
ｘクステント定義＃６０ セクターＸＸＸ
０Ｏ６（レコード１５−１８用） ＃セクタ＝
２１１７−７ ｘクステント定義１７Ｕ セ
クタ＝ＸＸＸＯＯＡ（レコード１９．２０用） 上記の表で、＃は数を、ＦＦＦＦＦＦはすべて１を（論
理的に、データは記憶されていないのですべて１は空白
を意味する）、ＸＸＸは任意の相対アドレス番号を表わ
し、セクタのカウントは１６進で示されている。即ちＡ
−Ｆは夫々１０進１０−１５と等価である。ディレクト
リ・ヘッダにおいて、各更新ファイル・バージョン記述
１１０の各々は共通ファイル・ヘッダ１００に直ちに続
いてディレクトリ・セグメント中に記憶され、原ファイ
ル記述ヘッダ１１０は記憶され、更新ファイル・バージ
ョン記述に続いて記録され、最新のファイル・バージョ
ン記述がディレクトリ・セグメントを読取る時に遭遇す
る最初のものであるようにされる（ＬＩＦＯ・・・後入
れ先出（メモリ）。
第Ａ表はレコード寸法が２５６バイトのファイル名につ
いてセクタ寸法が５１２バイトの場合に構成されたもの
であり、データ記録領域２９中には、２レコードが所定
の単一セクタを占めるようになっている。レコードはあ
たかもレコードのすべてがデータで充満されているかの
ようにセクタに割当てられる。従って、第Ａ表の原ファ
イル・バージョン記述中では、エクステントの定義＃１
はレコード１乃至１０のためのものであるが実際にはレ
コード１乃至９だけが実在する、しかしながら５個の完
全なセクタはレコード１乃至１０が充填されているかの
ごとく割当てられる。ディスク２０中でも５個のセクタ
が使用される。原ファイル・バージョン・ヘッダ中のエ
クステントの定義＃２はこれから形成さるべきレコード
１１乃至１４のためのものであり、相対セクタがＦＦＦ
ＦＦに等しい２つのセクタが留保されている。レコード
１１−１４のための割当てはディレクトリの管理のため
であり、実際にはディスク２０上のセクタは使用されな
い、同じように、レコード１６乃至２０のためのエクス
テントの定義＃３はレコード１６乃至２ｏのためのもの
である。しかしながら、データ領域２９の３つのセクタ
が割当てられてディスク２０上で使用され、エクステン
トの定義＃３によって識別されるデータ領域２９の最初
のセクタはレコード１６だけを含み、後に記録されるレ
コード１５のために割当てられた空間が残され、ファイ
ル名中のすべてのレコード位置が完全に充填された時に
ファイルを収容するのに保存される。
いてセクタ寸法が５１２バイトの場合に構成されたもの
であり、データ記録領域２９中には、２レコードが所定
の単一セクタを占めるようになっている。レコードはあ
たかもレコードのすべてがデータで充満されているかの
ようにセクタに割当てられる。従って、第Ａ表の原ファ
イル・バージョン記述中では、エクステントの定義＃１
はレコード１乃至１０のためのものであるが実際にはレ
コード１乃至９だけが実在する、しかしながら５個の完
全なセクタはレコード１乃至１０が充填されているかの
ごとく割当てられる。ディスク２０中でも５個のセクタ
が使用される。原ファイル・バージョン・ヘッダ中のエ
クステントの定義＃２はこれから形成さるべきレコード
１１乃至１４のためのものであり、相対セクタがＦＦＦ
ＦＦに等しい２つのセクタが留保されている。レコード
１１−１４のための割当てはディレクトリの管理のため
であり、実際にはディスク２０上のセクタは使用されな
い、同じように、レコード１６乃至２０のためのエクス
テントの定義＃３はレコード１６乃至２ｏのためのもの
である。しかしながら、データ領域２９の３つのセクタ
が割当てられてディスク２０上で使用され、エクステン
トの定義＃３によって識別されるデータ領域２９の最初
のセクタはレコード１６だけを含み、後に記録されるレ
コード１５のために割当てられた空間が残され、ファイ
ル名中のすべてのレコード位置が完全に充填された時に
ファイルを収容するのに保存される。
第１表において、１つの記録動作の結果として。
更新されたファイルのバージョン記述はバージョン＃２
となり、原ファイル・バージョン記述はバージョン＃３
となる。原ファイル・バージョン中には、３つのエクス
テントがあり、第２の即ち更新ファイル中には７個のエ
クステントがある。エクステントの定義＃ＩＵは別個の
エクステントとなる。それはレコード３がレコード１乃
至９の原エクステント中で更新されたからである。原レ
コード４は、００８の相対オフセットを有する第２の（
更新）エクステント中の更新レコード３と結合する。即
ち原レコード４は次のエクステントに再記録され、原フ
ァイル・バージョンの定義＃ｌ内に原レコード４の他の
コピーが残される。エクステントの定義＃３Ｕは原レコ
ード５乃至１０とこれから受取られるレコード１０のた
めに割当てられた空間のためのものである。その相対セ
クタ番号はここで＃２となる。それは元々レコード３及
び４を記録していたセクタがもはや最新のもしくは現在
の、ファイル・バージョン中に存在しないからである。
となり、原ファイル・バージョン記述はバージョン＃３
となる。原ファイル・バージョン中には、３つのエクス
テントがあり、第２の即ち更新ファイル中には７個のエ
クステントがある。エクステントの定義＃ＩＵは別個の
エクステントとなる。それはレコード３がレコード１乃
至９の原エクステント中で更新されたからである。原レ
コード４は、００８の相対オフセットを有する第２の（
更新）エクステント中の更新レコード３と結合する。即
ち原レコード４は次のエクステントに再記録され、原フ
ァイル・バージョンの定義＃ｌ内に原レコード４の他の
コピーが残される。エクステントの定義＃３Ｕは原レコ
ード５乃至１０とこれから受取られるレコード１０のた
めに割当てられた空間のためのものである。その相対セ
クタ番号はここで＃２となる。それは元々レコード３及
び４を記録していたセクタがもはや最新のもしくは現在
の、ファイル・バージョン中に存在しないからである。
まだ受取っていないレコード１１．１２のための原エク
ステント定義＃２から取出された定義＃４Ｕ中で相対セ
クタ・アドレスはＦＦＦＦとして保存され、１つのセク
タがディレクトリ２８内で２つのこれから記憶されるべ
きレコードのために論理的に割当てられる。新らしいエ
クステント定義＃５Ｕは新らしいレコード１３及び１４
をオフセット９を有する別個のエクステントとして識別
し、定義＃２Ｕによって定義されたデータの後に記録さ
れる（レコード３の更新は新らしいエクステントを生ず
る）、データ領域２９の１つのセクタがその記憶に必要
になる。レコード１５乃至１８のためのエクステント定
義＃６Ｕは原バージョン中のエクステント定義＃３と同
じ相対セクタ数を保存する。しかしながらセクタの数は
１だけ減少する。それはレコード２０が更新されるから
である。レコード２ｏが更新されるので、これは原レコ
ード１９とともに運ばれ、ＯＯＡのオフセット（１０進
１０）を有する新しいエクステント定義＃７Ｕを形成し
、１つのデータ領域２９のセクタはこれによって識別さ
れる。
ステント定義＃２から取出された定義＃４Ｕ中で相対セ
クタ・アドレスはＦＦＦＦとして保存され、１つのセク
タがディレクトリ２８内で２つのこれから記憶されるべ
きレコードのために論理的に割当てられる。新らしいエ
クステント定義＃５Ｕは新らしいレコード１３及び１４
をオフセット９を有する別個のエクステントとして識別
し、定義＃２Ｕによって定義されたデータの後に記録さ
れる（レコード３の更新は新らしいエクステントを生ず
る）、データ領域２９の１つのセクタがその記憶に必要
になる。レコード１５乃至１８のためのエクステント定
義＃６Ｕは原バージョン中のエクステント定義＃３と同
じ相対セクタ数を保存する。しかしながらセクタの数は
１だけ減少する。それはレコード２０が更新されるから
である。レコード２ｏが更新されるので、これは原レコ
ード１９とともに運ばれ、ＯＯＡのオフセット（１０進
１０）を有する新しいエクステント定義＃７Ｕを形成し
、１つのデータ領域２９のセクタはこれによって識別さ
れる。
第１表中の上述の定義から、更新中の種々のレコードの
物理的記録は記録ディスク２０上にデータの物理的断片
化を生ずるが、ファイル・バージョン・ヘッダが論理的
にすべてのレコードを、レコードが実際に記録されるか
どうかにかかわらず、連続的論理的ファイルとして論理
的に結合する。
物理的記録は記録ディスク２０上にデータの物理的断片
化を生ずるが、ファイル・バージョン・ヘッダが論理的
にすべてのレコードを、レコードが実際に記録されるか
どうかにかかわらず、連続的論理的ファイルとして論理
的に結合する。
この意味で、ファイル・バージョン記述は又割当てマツ
プとして働く。
プとして働く。
第Ａ表に示したディスク２０上に記録されたファイルは
２つの時間的にずれた記録動作で記録される。ここで用
語「記録動作」はすべての記録がＤＯ８によってファイ
ルの所与の「書込みオープン」中に達成されることを意
味する。従って、５つの連続するセクタに記録されたレ
コード１−９及びレコード１５−２０ （３つの連続す
るセクタ中に記録された５個のレコード）より成るバー
ジョン１中の、実際にディスク２０上に記録されるレコ
ードはディスク２０の８個の連続するセクタ中に記録さ
れる。もし単一の書込みオープン中に２つの記録セツシ
ョンは使用されると、レコード１５乃至２０はレコード
１乃至９を記録する５個連続するセクタとは分離した３
つの連続したセクタに記録される。レコード１５乃至２
０はレコードｌ乃至９の前でも記録できる。単一の書込
みオープン内の、このような記録セクション・シーケン
スにかかわらず、単一の書込みオープンとして記録され
たすべてのレコードは単一の記録動作中に記録されたデ
ィレクトリ中にあるものとして処理される。このような
１回の書込みオープン中に記録されるすべてのレコード
は物理的な記録位置のいかんにかかわらずレコード番号
によってディレクトリ・セグメント中に分類される。同
様に。
２つの時間的にずれた記録動作で記録される。ここで用
語「記録動作」はすべての記録がＤＯ８によってファイ
ルの所与の「書込みオープン」中に達成されることを意
味する。従って、５つの連続するセクタに記録されたレ
コード１−９及びレコード１５−２０ （３つの連続す
るセクタ中に記録された５個のレコード）より成るバー
ジョン１中の、実際にディスク２０上に記録されるレコ
ードはディスク２０の８個の連続するセクタ中に記録さ
れる。もし単一の書込みオープン中に２つの記録セツシ
ョンは使用されると、レコード１５乃至２０はレコード
１乃至９を記録する５個連続するセクタとは分離した３
つの連続したセクタに記録される。レコード１５乃至２
０はレコードｌ乃至９の前でも記録できる。単一の書込
みオープン内の、このような記録セクション・シーケン
スにかかわらず、単一の書込みオープンとして記録され
たすべてのレコードは単一の記録動作中に記録されたデ
ィレクトリ中にあるものとして処理される。このような
１回の書込みオープン中に記録されるすべてのレコード
は物理的な記録位置のいかんにかかわらずレコード番号
によってディレクトリ・セグメント中に分類される。同
様に。
第１表中に表ねされた第２の書込みオープンはいくつか
の時間的にずれた記録セツションより成ることができる
。相継ぐ書込みオープン中に発生されるものとして例示
された例に示したファイル・バージョンだけがエクステ
ントの定義を変更できる。書込みオープン・ファイルが
クローズされる迄はエクステントの定義は変更されない
。
の時間的にずれた記録セツションより成ることができる
。相継ぐ書込みオープン中に発生されるものとして例示
された例に示したファイル・バージョンだけがエクステ
ントの定義を変更できる。書込みオープン・ファイルが
クローズされる迄はエクステントの定義は変更されない
。
第６図を参照するに、ホスト・プロセッサ１０の主メモ
リ中に記憶されている０ＤＤＣＢ１２８の詳細が示され
ているが以下０ＤＳＤＣＢ３５と比較して説明する。○
ＤＤＣ８１２８は制御ブロック１２８を０ＤＤＣＢとし
て識別する最初のフィールド１７６ＤＣＢＩＤ （装置
制御ブロック識別子）を有するフィールド１７６のアド
レスは０ＤＤＣＢ１２Ｂのための開始アドレスを有し、
前の説明によって仮定したように発生され、ＤＯ８１１
中に記憶される。ＤＲフィールド１７７はどの光学ディ
スク・ドライブ１７が光学ディスク２０中に取付けられ
るかを示す、媒体フィールド１７８は識別されたドライ
ブ１７中に取付けられたディスクの記述を含む、媒体フ
ィールド中に記憶される情報は取付けられた特定のディ
スク２０のための０ＤＳＤＣＢ３５から得られる。ＡＮ
ＣＨ（アンカー）フィールド１７９はアンカー・ベース
４０のトラック・アドレスを含む。媒体フィールド１７
８から、ホスト・プロセッサ１０は割当てのために利用
可能な、ディスク２０上のセクタの総数を決定できる。
リ中に記憶されている０ＤＤＣＢ１２８の詳細が示され
ているが以下０ＤＳＤＣＢ３５と比較して説明する。○
ＤＤＣ８１２８は制御ブロック１２８を０ＤＤＣＢとし
て識別する最初のフィールド１７６ＤＣＢＩＤ （装置
制御ブロック識別子）を有するフィールド１７６のアド
レスは０ＤＤＣＢ１２Ｂのための開始アドレスを有し、
前の説明によって仮定したように発生され、ＤＯ８１１
中に記憶される。ＤＲフィールド１７７はどの光学ディ
スク・ドライブ１７が光学ディスク２０中に取付けられ
るかを示す、媒体フィールド１７８は識別されたドライ
ブ１７中に取付けられたディスクの記述を含む、媒体フ
ィールド中に記憶される情報は取付けられた特定のディ
スク２０のための０ＤＳＤＣＢ３５から得られる。ＡＮ
ＣＨ（アンカー）フィールド１７９はアンカー・ベース
４０のトラック・アドレスを含む。媒体フィールド１７
８から、ホスト・プロセッサ１０は割当てのために利用
可能な、ディスク２０上のセクタの総数を決定できる。
ラベル・フィールド１８０はデータ・ボリュームとして
光学ディスク２０のラベルもしくは名前を含み０ＤＳＤ
ＣＢ３５から読取られる。「最後のデータ」フィールド
１８５はデータ領域２９にデータを記憶するのに最後に
使用されたトラックのアドレス及びこのようなセクタの
アドレスを記憶している。このような情報は第９図に示
し、後に説明するスペース見出し、動作によって得るこ
とができる。オープン・フィールド１８６はホスト・プ
ロセッサ中で実行される計算機プログラムによって開か
れるファイルのオープン数を示す、この数は特定のファ
イル・バージョンにアクティブに含まれるユーザの数に
対応する。用語「ユーザ」はプログラムを意味する。
光学ディスク２０のラベルもしくは名前を含み０ＤＳＤ
ＣＢ３５から読取られる。「最後のデータ」フィールド
１８５はデータ領域２９にデータを記憶するのに最後に
使用されたトラックのアドレス及びこのようなセクタの
アドレスを記憶している。このような情報は第９図に示
し、後に説明するスペース見出し、動作によって得るこ
とができる。オープン・フィールド１８６はホスト・プ
ロセッサ中で実行される計算機プログラムによって開か
れるファイルのオープン数を示す、この数は特定のファ
イル・バージョンにアクティブに含まれるユーザの数に
対応する。用語「ユーザ」はプログラムを意味する。
最後のＤＩＲフィールド１８７は最後に記録されたディ
レクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラック・アドレ
スを含む。アンカー・ポインタはアンカー・ベース３７
（第３図）によって指示されたディスク２０上のアンカ
ー・ベース４０を読取ることによって見出される。ルー
トＨＤＲフィールド１８８は主メモリに、処理されつつ
ある現在のファイル・バージョンに関連して使用される
ルート・ディレクトリ・ヘッダ５ｏのトラック・アドレ
スを記憶する。パス・フィールド１８９は処理されつつ
あるファイル・バージョンをアクセスするためのＤＯＳ
パス名を含む。パスＨＤＲフィールド１９０はパス・フ
ィールド１８９中に記憶されたパス名によって指定され
たサブディレクトリ・ヘッダのトラック・アドレスを含
む、Ｎ５Ｄ（サブディレクトリの数）フィールド１９１
は経路フィールド中に表わされたサブディクトリのカウ
ントを含む。新フィールド１９２は現在のディレクトリ
にとって上位レベル・ディレクトリ項目中にまだ反映さ
れていないディレクトリ・ヘッダ・トラックのトラック
・アドレスを含む。これはたとえば、サブヘッダ７２が
ルート・セグメント５８によってまだ指示されておらず
、従ってディスク２０上に記録されている情報によって
はまだアドレス可能でないことを意味する。このフィー
ルドの内容はプログラム及びＤＯＳ １１の余りであり
、サブヘッダを識別するルート・セグメントを更新する
ためのものである。これと同じ規則はディレクトリ・ア
ンカー・ポインタ４５が新らしいもしくは追加のルート
・ヘッダ５３の構造を反映するように更新されていない
ルート・ヘッダ５゜にも適用される。要するに○ＤＳＤ
ＣＢ３５は媒体記述子情報だけを含むが、０ＤＤＣ８１
２８はこの情報を含むだけでなく、オープン・ファイル
をクローズする時、即ちオープン・フィールド１８６が
Ｏになる時に、ディレクトリ２８の適切で正確な更新を
保証することに関連する他の機能情報も含んでいる１番
号１９３は０ＤＤＣＢが本発明の理解に関連しないファ
イル管理制御に関する他のフィールドを含むことを示す
省略記号である。
レクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラック・アドレ
スを含む。アンカー・ポインタはアンカー・ベース３７
（第３図）によって指示されたディスク２０上のアンカ
ー・ベース４０を読取ることによって見出される。ルー
トＨＤＲフィールド１８８は主メモリに、処理されつつ
ある現在のファイル・バージョンに関連して使用される
ルート・ディレクトリ・ヘッダ５ｏのトラック・アドレ
スを記憶する。パス・フィールド１８９は処理されつつ
あるファイル・バージョンをアクセスするためのＤＯＳ
パス名を含む。パスＨＤＲフィールド１９０はパス・フ
ィールド１８９中に記憶されたパス名によって指定され
たサブディレクトリ・ヘッダのトラック・アドレスを含
む、Ｎ５Ｄ（サブディレクトリの数）フィールド１９１
は経路フィールド中に表わされたサブディクトリのカウ
ントを含む。新フィールド１９２は現在のディレクトリ
にとって上位レベル・ディレクトリ項目中にまだ反映さ
れていないディレクトリ・ヘッダ・トラックのトラック
・アドレスを含む。これはたとえば、サブヘッダ７２が
ルート・セグメント５８によってまだ指示されておらず
、従ってディスク２０上に記録されている情報によって
はまだアドレス可能でないことを意味する。このフィー
ルドの内容はプログラム及びＤＯＳ １１の余りであり
、サブヘッダを識別するルート・セグメントを更新する
ためのものである。これと同じ規則はディレクトリ・ア
ンカー・ポインタ４５が新らしいもしくは追加のルート
・ヘッダ５３の構造を反映するように更新されていない
ルート・ヘッダ５゜にも適用される。要するに○ＤＳＤ
ＣＢ３５は媒体記述子情報だけを含むが、０ＤＤＣ８１
２８はこの情報を含むだけでなく、オープン・ファイル
をクローズする時、即ちオープン・フィールド１８６が
Ｏになる時に、ディレクトリ２８の適切で正確な更新を
保証することに関連する他の機能情報も含んでいる１番
号１９３は０ＤＤＣＢが本発明の理解に関連しないファ
イル管理制御に関する他のフィールドを含むことを示す
省略記号である。
Ｅ５ コントローラによる探索、更新、記録の末端識別
第７，８及び９図で、ブロックを結ぶ線はプログラム呼
び出し、ブロックで表わされたプログラミング間のデー
タ転送等を示す。
び出し、ブロックで表わされたプログラミング間のデー
タ転送等を示す。
第７図はディスク２０上に記録されているディレクトリ
２８中に含まれる情報をアクセスするホスト・プロセッ
サ１０のマシン動作を示す。一度ディスク２０をドライ
ブ１７上に取付けると、ホスト・プロセッサ１０はディ
スク２ｏをアクセスして、ディレクトリの位置を判断し
、先ずｏＤｓＤＣＢ３５を読取り、次にＤＯＳ ｉ ｉ
によって定義された必要性に基づいて、ディスク２ｏに
記録されているディレクトリ・ヘッダ及びセグメントを
読取って情報を得る０番号２００は探知及び接続マシン
動作２０１に関する、ＤＯＳＩＩによるアクチベーショ
ンを示す、これ等の探知及び接続動作は所定の、ディレ
クトリ２８のヘッダ／セグメントを探知して主メモリ中
の０ＤＤＣ８１２８を更新し、ＤＯＳＩＩから受取った
特定のディレクトリ経路、即ちディレクトリ２８のため
の現在のディクトリ径路を組立てる。マシン動作２０１
は主メモリ中に示された多くの名前インディケータ１９
′をＤＯＳＩＩから受取った特定のディレクトリ経路中
に含まれる名前（サブディレクトリの名前及びファイル
名）にセットする０次にマシン動作のループが遂行され
、ＤＯＳＩＩによって指定されたディレクトリ２８中の
すべての名前（ディレクトリ・ヘッダ・ファイル名等）
が見出される。各指定された名前について、ディレクト
リ探索動作２０２がアクチベートされ、ディレクトリ２
８中の名前が見出される。
２８中に含まれる情報をアクセスするホスト・プロセッ
サ１０のマシン動作を示す。一度ディスク２０をドライ
ブ１７上に取付けると、ホスト・プロセッサ１０はディ
スク２ｏをアクセスして、ディレクトリの位置を判断し
、先ずｏＤｓＤＣＢ３５を読取り、次にＤＯＳ ｉ ｉ
によって定義された必要性に基づいて、ディスク２ｏに
記録されているディレクトリ・ヘッダ及びセグメントを
読取って情報を得る０番号２００は探知及び接続マシン
動作２０１に関する、ＤＯＳＩＩによるアクチベーショ
ンを示す、これ等の探知及び接続動作は所定の、ディレ
クトリ２８のヘッダ／セグメントを探知して主メモリ中
の０ＤＤＣ８１２８を更新し、ＤＯＳＩＩから受取った
特定のディレクトリ経路、即ちディレクトリ２８のため
の現在のディクトリ径路を組立てる。マシン動作２０１
は主メモリ中に示された多くの名前インディケータ１９
′をＤＯＳＩＩから受取った特定のディレクトリ経路中
に含まれる名前（サブディレクトリの名前及びファイル
名）にセットする０次にマシン動作のループが遂行され
、ＤＯＳＩＩによって指定されたディレクトリ２８中の
すべての名前（ディレクトリ・ヘッダ・ファイル名等）
が見出される。各指定された名前について、ディレクト
リ探索動作２０２がアクチベートされ、ディレクトリ２
８中の名前が見出される。
ディレクトリ探索動作２０２はディレクトリ２８を走査
して、必要とされるサブディレクトリもしくはファイル
名を見出す、先ず、最後に形成されたルート・ディレク
トリ・セグメント５８及びこれが識別するサブディレク
トリ７１を探索してファイル／経路引数が求められる。
して、必要とされるサブディレクトリもしくはファイル
名を見出す、先ず、最後に形成されたルート・ディレク
トリ・セグメント５８及びこれが識別するサブディレク
トリ７１を探索してファイル／経路引数が求められる。
もし該当するものがなければ１ｗｃ索はヘッダ・インデ
ックス５７．６ｏに延びる。探索の延長は先ずインデッ
クス５７及び６０のようなルート・ディレクトリ中のイ
ンデックスを走査することにより行なわれる。
ックス５７．６ｏに延びる。探索の延長は先ずインデッ
クス５７及び６０のようなルート・ディレクトリ中のイ
ンデックスを走査することにより行なわれる。
もしサブディレクトリがインデック項目５４（第３図）
中に指定された名前についてフィールド８６もしくはフ
ィールド８７中のフィールド名、ＥＸＴ中で識別される
と、インデックス項目に対応するディレクトリ・セグメ
ント５２が走査され夫々ディレクトリ２８もしくはユー
ザ・データ領域２９中のサブレフトリもしくはフレーム
名のディスク２０上の物理的位置が走査される。ディレ
クトリ探索動作２０２はパス中に含まれる各名前につい
て一度活動化されることを想起されたい、ディレクトリ
の走査は良く知られているので、詳細は説明しないが、
インデックス走査はインデックス５７を有するルート・
ディレクトリで始まり（インデックス５６は０に等しく
セットされていることを想起されたい）、すべてのイン
デックス及び割当てられた２つのトラックがまだ充填さ
れていない最後の根セグメントに及ぶ、各識別されたサ
ブディレクトリについて、同じ探索はすべての論理バス
名に対応するすべての実際の物理的アドレス追打おれる
。これ等の探索動作が完了すると、ディレクトリは第６
図に関して説明されたフィールド中において０ＤＤＣ８
１２８中に記憶されている経路の識別を使用してＤＯ８
１１に論理的に接続される。ディレクトリ探索動作は又
ルート及びサブディレクトリ・ヘッダ中のディレクトリ
・インデックスを読取るための読取るための読取り動作
２０３及び段階２０４のヘッダ・インデックスのための
探索を含む。最後の探索部分２１０は最後のディレクト
リ・セグメント（おそらくまだ充填されていない）の探
索である。この探索は又番号２０９によって示されたＤ
Ｏ８ＩＩのサブ機能もしくは動作２０４中のヘッダ・イ
ンデックスの探索の完了に基づく、探索ディレクトリ２
０２からのサブ機能と呼ばれる。セグメント探索マシン
動作２１０はディレクトリ領域２８内の特定のトラック
・アドレスに存在するディレクトリ・セグメントを探索
する。ディレクトリ・セグメントの場合は指定されたト
ラックはディレクトリ・セグメントのために割当てられ
た２つのトラックの半径上最奥のトラックである。マシ
ン動作２１０はフィールド１０２もしくはファイル拡張
名の適切なファイル名を見出すためにディスク２ｏ上の
各セクタを順次読取って２つのアドレスされたセグメン
ト・トラックを読取るための読取り動作２１１を含む、
フィールド１０２は同じようにサブディレクトリを識別
する。
中に指定された名前についてフィールド８６もしくはフ
ィールド８７中のフィールド名、ＥＸＴ中で識別される
と、インデックス項目に対応するディレクトリ・セグメ
ント５２が走査され夫々ディレクトリ２８もしくはユー
ザ・データ領域２９中のサブレフトリもしくはフレーム
名のディスク２０上の物理的位置が走査される。ディレ
クトリ探索動作２０２はパス中に含まれる各名前につい
て一度活動化されることを想起されたい、ディレクトリ
の走査は良く知られているので、詳細は説明しないが、
インデックス走査はインデックス５７を有するルート・
ディレクトリで始まり（インデックス５６は０に等しく
セットされていることを想起されたい）、すべてのイン
デックス及び割当てられた２つのトラックがまだ充填さ
れていない最後の根セグメントに及ぶ、各識別されたサ
ブディレクトリについて、同じ探索はすべての論理バス
名に対応するすべての実際の物理的アドレス追打おれる
。これ等の探索動作が完了すると、ディレクトリは第６
図に関して説明されたフィールド中において０ＤＤＣ８
１２８中に記憶されている経路の識別を使用してＤＯ８
１１に論理的に接続される。ディレクトリ探索動作は又
ルート及びサブディレクトリ・ヘッダ中のディレクトリ
・インデックスを読取るための読取るための読取り動作
２０３及び段階２０４のヘッダ・インデックスのための
探索を含む。最後の探索部分２１０は最後のディレクト
リ・セグメント（おそらくまだ充填されていない）の探
索である。この探索は又番号２０９によって示されたＤ
Ｏ８ＩＩのサブ機能もしくは動作２０４中のヘッダ・イ
ンデックスの探索の完了に基づく、探索ディレクトリ２
０２からのサブ機能と呼ばれる。セグメント探索マシン
動作２１０はディレクトリ領域２８内の特定のトラック
・アドレスに存在するディレクトリ・セグメントを探索
する。ディレクトリ・セグメントの場合は指定されたト
ラックはディレクトリ・セグメントのために割当てられ
た２つのトラックの半径上最奥のトラックである。マシ
ン動作２１０はフィールド１０２もしくはファイル拡張
名の適切なファイル名を見出すためにディスク２ｏ上の
各セクタを順次読取って２つのアドレスされたセグメン
ト・トラックを読取るための読取り動作２１１を含む、
フィールド１０２は同じようにサブディレクトリを識別
する。
次のバージョン探索動作２１３は番号２１２によって示
したＤＯ８ＩＩからのＤＯＳサブ機能と呼ばれる。次の
バージ目ン探索動作２１３はファイルのその後の即ち次
のバージョンのための情報のためのディレクトリ項目（
ヘッダ及びセグメント）を探索する。ＤＯ８１１からの
入力パラメータは最後のファイル・バージ１ン番号の識
別を含む、このバージョン番号はデータ領域２９に記憶
されているものとして最後に発見されたファイル・バー
ジョン番号に対応するファイル・ディレクトリ記述１１
０のトラック及びセクタ・アドレスとともに発見される
。バージョン番号は最初即ち最も早く記録したファイル
・バージ目ンに対する番号１から始まる。この最初のバ
ージョンは次のバージョン探索がアクティベートされた
時に発見される。マシン動作２１３を行うホスト・プロ
セッサ１０は先ずファイル・バージョン記述１１０を含
むディレクトリ・セグメントを探知する（ディレクトリ
の古いバージョンはファイルが更新された時に消去もし
くはデマークされていることを想起されたい）０次にす
べてのファイル・バージョンよりも１少ないファイル・
バージョンを見出す。
したＤＯ８ＩＩからのＤＯＳサブ機能と呼ばれる。次の
バージ目ン探索動作２１３はファイルのその後の即ち次
のバージョンのための情報のためのディレクトリ項目（
ヘッダ及びセグメント）を探索する。ＤＯ８１１からの
入力パラメータは最後のファイル・バージ１ン番号の識
別を含む、このバージョン番号はデータ領域２９に記憶
されているものとして最後に発見されたファイル・バー
ジョン番号に対応するファイル・ディレクトリ記述１１
０のトラック及びセクタ・アドレスとともに発見される
。バージョン番号は最初即ち最も早く記録したファイル
・バージ目ンに対する番号１から始まる。この最初のバ
ージョンは次のバージョン探索がアクティベートされた
時に発見される。マシン動作２１３を行うホスト・プロ
セッサ１０は先ずファイル・バージョン記述１１０を含
むディレクトリ・セグメントを探知する（ディレクトリ
の古いバージョンはファイルが更新された時に消去もし
くはデマークされていることを想起されたい）０次にす
べてのファイル・バージョンよりも１少ないファイル・
バージョンを見出す。
この次のファイル・バージョン番号（たとえば次に古い
ファイル・バージョン）に対応するフィールド１１１−
１１７ （第４図）中のファイル・バージョン記述の情
報内容がホスト・プロセッサ１０（主メモリ）に供給さ
れる。もし最後に処理した、即ち最後に発見したファイ
ル・バージョンがファイル名を記述するディレクトリ・
セグメント中の最後のものである時は、この情報がホス
ト・プロセッサ１０に戻される。このような情報の走査
と供給は実施が比較的簡単なマシン動作であるので、さ
らに詳細は説明しない。ディレクトリ探索動作２０２は
直接ＤＯ５ＩＩからもアクチベートできる。
ファイル・バージョン）に対応するフィールド１１１−
１１７ （第４図）中のファイル・バージョン記述の情
報内容がホスト・プロセッサ１０（主メモリ）に供給さ
れる。もし最後に処理した、即ち最後に発見したファイ
ル・バージョンがファイル名を記述するディレクトリ・
セグメント中の最後のものである時は、この情報がホス
ト・プロセッサ１０に戻される。このような情報の走査
と供給は実施が比較的簡単なマシン動作であるので、さ
らに詳細は説明しない。ディレクトリ探索動作２０２は
直接ＤＯ５ＩＩからもアクチベートできる。
次に第８図を参照するに、ホスト・プロセッサ１０中の
もしくはホスト・プロセッサ１０によって開始されたデ
ィレクトリ２８を更新するためのマシン動作が簡単な形
で示されている。これ等のマシン動作は新らしいディレ
クトリ・セグメント５８の情報、新らしいディレクトリ
・ヘッダ５０の情報を発生する。サブディレクトリ配列
では、ヘッダ及びセグメントは更新の文字及びエクステ
ントに依存して、根もしくはサブディレクトリ・レベル
でもしくは複数のディレクトリ・レベルのために発生さ
れる０次に更新情報はディスク２０のディレクトリ領域
２８に記録される。ファイルが更新される度に、種々の
バージョンのバージョン番号はすべて更新され、現在即
ち最後に記録されたバージョンが最上位のバージョン番
号Ｎにされる。
もしくはホスト・プロセッサ１０によって開始されたデ
ィレクトリ２８を更新するためのマシン動作が簡単な形
で示されている。これ等のマシン動作は新らしいディレ
クトリ・セグメント５８の情報、新らしいディレクトリ
・ヘッダ５０の情報を発生する。サブディレクトリ配列
では、ヘッダ及びセグメントは更新の文字及びエクステ
ントに依存して、根もしくはサブディレクトリ・レベル
でもしくは複数のディレクトリ・レベルのために発生さ
れる０次に更新情報はディスク２０のディレクトリ領域
２８に記録される。ファイルが更新される度に、種々の
バージョンのバージョン番号はすべて更新され、現在即
ち最後に記録されたバージョンが最上位のバージョン番
号Ｎにされる。
たとえばディレクトリ・セグメントを充填して新らしい
サブディレクトリを形成し、根ディレクトリ・セグメン
トの更新が必要になった場合のように更新されるサブデ
ィレクトリも上位レベルのディレクトリが必要になった
時は、このことがホスト・プロセッサのＤＯＳに知らさ
れ、ＤＯＳはその上位のディレクトリ２８のレベルも更
新する。
サブディレクトリを形成し、根ディレクトリ・セグメン
トの更新が必要になった場合のように更新されるサブデ
ィレクトリも上位レベルのディレクトリが必要になった
時は、このことがホスト・プロセッサのＤＯＳに知らさ
れ、ＤＯＳはその上位のディレクトリ２８のレベルも更
新する。
更新動作２２０からの可能な応答の１つはディレクトリ
構造の使用可能部分がなくなることによる。
構造の使用可能部分がなくなることによる。
ディスク２０の完全な充填である。
ディレクトリ更新２２０のＤＯ８ＩＩによる活動化はい
くつかの活動化時点の任意の１つで生ずる。呼び出し２
２１では、マシン動作２２２が活動化され、いわゆるヘ
ッダ・スロット（スロットとはヘッダを記憶できるデー
タ・メモリ領域、即ちディスク２０の１もしくはそれ以
上のセクタのことである）が活動化される。このマシン
動作の組はディレクトリ２８を更新するための情報を受
取るためのディレクトリ領域２８内の空きセクタを探知
する。適切なディレクトリもしくはサブディレクトリの
ための新らしいディレクトリ・ヘッダ項目５３．７２が
ホスト・プロセッサ１０によって構成される。新らしい
ヘッダ５３もしくは７２（第１図）はファイル名に関連
する前のヘッダを消去する。
くつかの活動化時点の任意の１つで生ずる。呼び出し２
２１では、マシン動作２２２が活動化され、いわゆるヘ
ッダ・スロット（スロットとはヘッダを記憶できるデー
タ・メモリ領域、即ちディスク２０の１もしくはそれ以
上のセクタのことである）が活動化される。このマシン
動作の組はディレクトリ２８を更新するための情報を受
取るためのディレクトリ領域２８内の空きセクタを探知
する。適切なディレクトリもしくはサブディレクトリの
ための新らしいディレクトリ・ヘッダ項目５３．７２が
ホスト・プロセッサ１０によって構成される。新らしい
ヘッダ５３もしくは７２（第１図）はファイル名に関連
する前のヘッダを消去する。
マシン動作２２２の最初の段階は識別されたヘッダ制御
ブロック５０がなお追加のへラダ５３．７２を受取るた
めの空きセクタを有するかどうかを判断する。この動作
はトラック・スロット発見２２３マシン動作によって読
取り動作２２５を介し適切なディレクトリ・ヘッダをア
ドレスすることによって達成される。これ等の動作は（
上述のように）適切なトラック・アドレスを識別し、ヘ
ッダに割当てられたトラックを走査することを含む、も
しヘッダに割当てられたトラックに空きのセクタがない
時は、ディレクトリ・ヘッダのための新しいトラックが
割当てられる。この割当てによって、追加のヘッダ制御
ブロック５０が同一のディレクトリ、即ちルート・ディ
レクトリもしくは識別されるサブディレクトリ内に形成
される。
ブロック５０がなお追加のへラダ５３．７２を受取るた
めの空きセクタを有するかどうかを判断する。この動作
はトラック・スロット発見２２３マシン動作によって読
取り動作２２５を介し適切なディレクトリ・ヘッダをア
ドレスすることによって達成される。これ等の動作は（
上述のように）適切なトラック・アドレスを識別し、ヘ
ッダに割当てられたトラックを走査することを含む、も
しヘッダに割当てられたトラックに空きのセクタがない
時は、ディレクトリ・ヘッダのための新しいトラックが
割当てられる。この割当てによって、追加のヘッダ制御
ブロック５０が同一のディレクトリ、即ちルート・ディ
レクトリもしくは識別されるサブディレクトリ内に形成
される。
走査は空きのセクタが発見される迄ディスク２０の相継
ぐセクタを読取る。もし空きセクタが見出されると、マ
シン動作はセグメント・スロット発見動作２２４をアク
チベートして、既に走査したディレクトリ・ヘッダに関
連してアドレスされたディレクトリ・セグメント中の空
きのセクタを見出す。空きのセグメント・セクタが識別
されると、２つのトラック及びセクタ・アドレスがホス
ト・プロセッサ１ｏのＤＯＳ１１に戻される。ディスク
２０のこれ等の走査は読取り２２５によって表わされた
マシン動作によって具体化される一度ディレクトリ情報
がホスト・プロセッサ１０のり。
ぐセクタを読取る。もし空きセクタが見出されると、マ
シン動作はセグメント・スロット発見動作２２４をアク
チベートして、既に走査したディレクトリ・ヘッダに関
連してアドレスされたディレクトリ・セグメント中の空
きのセクタを見出す。空きのセグメント・セクタが識別
されると、２つのトラック及びセクタ・アドレスがホス
ト・プロセッサ１ｏのＤＯＳ１１に戻される。ディスク
２０のこれ等の走査は読取り２２５によって表わされた
マシン動作によって具体化される一度ディレクトリ情報
がホスト・プロセッサ１０のり。
Ｓに戻されると、ＳＥＣＦＵＬＬ段階２３０で。
ホスト・プロセッサ１０は走査したディレクトリ・セグ
メントが充填されているかどうか（マシン動作２２５か
らの空きのヘッダ・スロットを含む）を判断し、充填し
ていなければ、段階２３１でホスト・プロセッサ１０は
ヘッダ及びセグメントの両方についてディスク２０の識
別された空きのセクタ中にディレクトリ情報を記録する
。戻り点２３２でＤＯＳ１１への戻りが生ずる。しかし
ながら（１）現在のディレクトリ・ヘッダに割当てられ
たトラックに空きセクタがないか、（２）ディレクトリ
・セグメントに割当てられたトラック中に空きのセクタ
がない場合には、マシン動作２３３で、ホスト・プロセ
ッサ１ｏはヘッダ制御ブロック５０もしくは７１中に新
しいヘッダを形成し、新しいヘッダによって識別される
べきディレクトリ・セグメントのために２つの追加のト
ラックを割当てる。これ等の動作は第５図の段階１４０
に関して説明したルート・ディレクトリ・セグメント及
び段階１４１に関して説明されたディレクトリ・ヘッダ
の最初の形成と略同じである。セグメントが充填されて
いて（割当てられた２つのトラック中のすべてのセクタ
が使用されている）このセグメントを定義するヘッダが
充填されていない時、新しいセグメントのための２トラ
ツクだけが割当てられる０割当て及びフォーマット化動
作２３４は新ヘッダ要素２３３によって活動化される。
メントが充填されているかどうか（マシン動作２２５か
らの空きのヘッダ・スロットを含む）を判断し、充填し
ていなければ、段階２３１でホスト・プロセッサ１０は
ヘッダ及びセグメントの両方についてディスク２０の識
別された空きのセクタ中にディレクトリ情報を記録する
。戻り点２３２でＤＯＳ１１への戻りが生ずる。しかし
ながら（１）現在のディレクトリ・ヘッダに割当てられ
たトラックに空きセクタがないか、（２）ディレクトリ
・セグメントに割当てられたトラック中に空きのセクタ
がない場合には、マシン動作２３３で、ホスト・プロセ
ッサ１ｏはヘッダ制御ブロック５０もしくは７１中に新
しいヘッダを形成し、新しいヘッダによって識別される
べきディレクトリ・セグメントのために２つの追加のト
ラックを割当てる。これ等の動作は第５図の段階１４０
に関して説明したルート・ディレクトリ・セグメント及
び段階１４１に関して説明されたディレクトリ・ヘッダ
の最初の形成と略同じである。セグメントが充填されて
いて（割当てられた２つのトラック中のすべてのセクタ
が使用されている）このセグメントを定義するヘッダが
充填されていない時、新しいセグメントのための２トラ
ツクだけが割当てられる０割当て及びフォーマット化動
作２３４は新ヘッダ要素２３３によって活動化される。
これ等の動作は（現在のヘッダ制御ブロック中に利用可
能ならば）ディスク２０上に新らしいヘッダ制御ブロッ
クを受取るためのトラックもしくはセクタを割当てる。
能ならば）ディスク２０上に新らしいヘッダ制御ブロッ
クを受取るためのトラックもしくはセクタを割当てる。
フォーマット化動作は割当ての後に生じ、第４図に示し
たデータ構造の発生より成る。このようなフォーマット
化はプログラミングの分野で知られていることである。
たデータ構造の発生より成る。このようなフォーマット
化はプログラミングの分野で知られていることである。
割当て及びフォーマット化動作２３４の後に、書込み動
作２３１が丁度フォーマット化されたヘッダをディスク
２０上に記録する６次にＤＯ８ＩＩへの戻りが戻り点２
３２で行われる。ＤＯ８１１は又エントリ２４０でアク
チベートされて空きのエントリ（エントリという用語は
ディスク２０の空きのセクタのことである）を見出すと
いったマシン動作２２０のディレクトリ更新の組の他の
部分をアクチベートすることができる。空き項目発見マ
シン動作２４１はディレクトリ階層の探索を生ずる。
作２３１が丁度フォーマット化されたヘッダをディスク
２０上に記録する６次にＤＯ８ＩＩへの戻りが戻り点２
３２で行われる。ＤＯ８１１は又エントリ２４０でアク
チベートされて空きのエントリ（エントリという用語は
ディスク２０の空きのセクタのことである）を見出すと
いったマシン動作２２０のディレクトリ更新の組の他の
部分をアクチベートすることができる。空き項目発見マ
シン動作２４１はディレクトリ階層の探索を生ずる。
即ち探索はルート・ディレクトリだけでなく一連のサブ
ディレクトリについて行われる。探索されるディレクト
リの識別は０ＤＤＣ８１２８中の経路ＨＤＲＳフィール
ド１９０で行われる。これ等のマシン動作の結果、ヘッ
ダもしくはセグメントもしくはアンカーを受取るための
ディスク２０上−に利用可能なセクタのトラック及びセ
クタ・アドレスが戻される。
ディレクトリについて行われる。探索されるディレクト
リの識別は０ＤＤＣ８１２８中の経路ＨＤＲＳフィール
ド１９０で行われる。これ等のマシン動作の結果、ヘッ
ダもしくはセグメントもしくはアンカーを受取るための
ディスク２０上−に利用可能なセクタのトラック及びセ
クタ・アドレスが戻される。
動作２４１による空きのディレクトリ項目の発見の場合
には、先ず呼び出し２４２を使用して、ヘッダ・スロッ
ト発見動作２２２を活動化して空きのセクタ（スロット
と同義語）を見出す、ヘッダ・スロット発見モジュール
２２２がヘッダ制御ブロック５３．７２中の空きのセク
タの識別を戻す時、マシン動作空き項目発見２４１は識
別トラック及びセクタ・アドレスをＤＯ３ＩＩに戻す。
には、先ず呼び出し２４２を使用して、ヘッダ・スロッ
ト発見動作２２２を活動化して空きのセクタ（スロット
と同義語）を見出す、ヘッダ・スロット発見モジュール
２２２がヘッダ制御ブロック５３．７２中の空きのセク
タの識別を戻す時、マシン動作空き項目発見２４１は識
別トラック及びセクタ・アドレスをＤＯ３ＩＩに戻す。
ヘッダ・スロット発見２２２の戻りはディレクトリ構成
の上位レベルを識別して、上位レベル・ディレクトリの
更新に加えて、ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５
もしくはアンカー・ベース４０を更新することを要求す
る。この動作は新らしいヘッダ要素のマシン動作２３３
が生ずる時に生ずる。この場合は、空き項目モジュール
２４１を見出すために、ヘッダ・スロット発見モジュー
ル２２２によって戻される空きセクタ及びトラック・ア
ドレスは空き項目発見２４１を生じ、ホスト・プロセッ
サ１０がアンカー更新動作２４３を活動化する。ホスト
・プロセッサ１０はアンカー更新動作２４３によって、
双頭の矢印線２４４によって示したようにトラック・ス
ロット発見動作２２３を活動化し、最後に識別した、即
ち現在のディレクトリ・アンカー・セグメント４５中に
利用可能な空きセクタが存在するかどうかが判断される
。
の上位レベルを識別して、上位レベル・ディレクトリの
更新に加えて、ディレクトリ・アンカー・ポインタ４５
もしくはアンカー・ベース４０を更新することを要求す
る。この動作は新らしいヘッダ要素のマシン動作２３３
が生ずる時に生ずる。この場合は、空き項目モジュール
２４１を見出すために、ヘッダ・スロット発見モジュー
ル２２２によって戻される空きセクタ及びトラック・ア
ドレスは空き項目発見２４１を生じ、ホスト・プロセッ
サ１０がアンカー更新動作２４３を活動化する。ホスト
・プロセッサ１０はアンカー更新動作２４３によって、
双頭の矢印線２４４によって示したようにトラック・ス
ロット発見動作２２３を活動化し、最後に識別した、即
ち現在のディレクトリ・アンカー・セグメント４５中に
利用可能な空きセクタが存在するかどうかが判断される
。
もし利用可能な空きセクタが存在するときは、アンカー
更新動作２４３がホスト・プロセッサ１゜をイネーブル
して、書込み動作２４５を活動化し、動作２２２で識別
したトラック及びセクタ番号を割当てられたばかりのデ
ィレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラックのセク
タ中に記録する。
更新動作２４３がホスト・プロセッサ１゜をイネーブル
して、書込み動作２４５を活動化し、動作２２２で識別
したトラック及びセクタ番号を割当てられたばかりのデ
ィレクトリ・アンカー・ポインタ４５のトラックのセク
タ中に記録する。
そうでない時は、新らしいディレクトリ・アンカー・ポ
インタを形成して、第５図の段階１４３に関して説明し
た動作が実行され、アンカー更新動作２４３及びディス
ク２０上にディレクトリ情報を記録するための書込み動
作２４５によってアンカー・ポインタが新らしく形成さ
れたディレクトリ・アンカー・ポインタ・セグメント４
５に書込まれる。動作２２２が戻すトラック及びセクタ
・アドレスは次に新らしいディレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５に丁度割当られたトラックに記録される。も
し上述の次の上位レベルのディレクトリ更新が必要なら
ば、この更新を行って下位のディレクトリ項目のための
新しいセクタ及びトラック・アドレスを反映させなけれ
ばならない。この結果を達成するために、空きエントリ
発見２４１がホスト・プロセッサ１０をイネーブルして
ＤＩＲ（ディレクトリ）エントリ更新動作２４６を呼び
出させる。動作２４６への数回の呼び出しが、階層ディ
レクトリの各レベルについて１回なされる。
インタを形成して、第５図の段階１４３に関して説明し
た動作が実行され、アンカー更新動作２４３及びディス
ク２０上にディレクトリ情報を記録するための書込み動
作２４５によってアンカー・ポインタが新らしく形成さ
れたディレクトリ・アンカー・ポインタ・セグメント４
５に書込まれる。動作２２２が戻すトラック及びセクタ
・アドレスは次に新らしいディレクトリ・アンカー・ポ
インタ４５に丁度割当られたトラックに記録される。も
し上述の次の上位レベルのディレクトリ更新が必要なら
ば、この更新を行って下位のディレクトリ項目のための
新しいセクタ及びトラック・アドレスを反映させなけれ
ばならない。この結果を達成するために、空きエントリ
発見２４１がホスト・プロセッサ１０をイネーブルして
ＤＩＲ（ディレクトリ）エントリ更新動作２４６を呼び
出させる。動作２４６への数回の呼び出しが、階層ディ
レクトリの各レベルについて１回なされる。
ディレクトリ項目更新動作２４６はホスト・プロセッサ
１０のＤＯ３をイネーブル１、ディレクトリ項目（セグ
メント、ヘッダもしくはアンカー）をホスト・プロセッ
サ１ｏの主メモリから探索して、項目を更新し、項目を
指定されたディスク２０のアドレスに書込む、先ず、デ
ィレクトリ探索動作２４７（この動作２４７は第７図の
ディレクトリ探索動作２０２と同じである）がディレク
トリ・エントリ更新動作を呼び出す、ディレクトリ探索
の完了によって、読取り動作２４８が識別されたディレ
クトリ・セクタ（ヘッダ、セグメントもしくはアンカー
のための）をＤＩＲ項目更新動作２４６に戻す、第Ａ表
に関して説明されたエクステント・データはこの更新を
反映するためにすべてのバージョン番号を調節して更新
される。新しいエクステント・データが読取られたばか
りの項目に加えられ、更新ディレクトリ項目（ヘッダ及
びセグメント）が形成される０次に更新された項目はヘ
ッダ・スロット発見動作２２２及び空き項目動作２４１
によって識別されたばかりの、ディスク２ｏのトラック
及びセクタ・アドレスに書込まれる。更新ディレクトリ
の項目を、動作２４７における探索の結果、その新しい
トラック及びセクタに書込んだ後、古いディレクトリ項
目はディレクトリ項目更新動作２４６によって消去され
る。このようにして、すべての前のファイルもしくはサ
ブディレクトリ・バージョン及び現在のバージョンはそ
のファイルのための最後の更新ディレクトリ項目中で識
別される。この型の更新によって、ディスク２０上にフ
ァイルの保管についての単一のあいまいでない記述が残
され、同時に、ディスク２０のディレクトリ領域２８の
ディレクトリ探索時間がかなり減少する。
１０のＤＯ３をイネーブル１、ディレクトリ項目（セグ
メント、ヘッダもしくはアンカー）をホスト・プロセッ
サ１ｏの主メモリから探索して、項目を更新し、項目を
指定されたディスク２０のアドレスに書込む、先ず、デ
ィレクトリ探索動作２４７（この動作２４７は第７図の
ディレクトリ探索動作２０２と同じである）がディレク
トリ・エントリ更新動作を呼び出す、ディレクトリ探索
の完了によって、読取り動作２４８が識別されたディレ
クトリ・セクタ（ヘッダ、セグメントもしくはアンカー
のための）をＤＩＲ項目更新動作２４６に戻す、第Ａ表
に関して説明されたエクステント・データはこの更新を
反映するためにすべてのバージョン番号を調節して更新
される。新しいエクステント・データが読取られたばか
りの項目に加えられ、更新ディレクトリ項目（ヘッダ及
びセグメント）が形成される０次に更新された項目はヘ
ッダ・スロット発見動作２２２及び空き項目動作２４１
によって識別されたばかりの、ディスク２ｏのトラック
及びセクタ・アドレスに書込まれる。更新ディレクトリ
の項目を、動作２４７における探索の結果、その新しい
トラック及びセクタに書込んだ後、古いディレクトリ項
目はディレクトリ項目更新動作２４６によって消去され
る。このようにして、すべての前のファイルもしくはサ
ブディレクトリ・バージョン及び現在のバージョンはそ
のファイルのための最後の更新ディレクトリ項目中で識
別される。この型の更新によって、ディスク２０上にフ
ァイルの保管についての単一のあいまいでない記述が残
され、同時に、ディスク２０のディレクトリ領域２８の
ディレクトリ探索時間がかなり減少する。
ディレクトリのエクステント記述の更新のために、ＤＯ
８ＩＩはＤＩＲ（ディレクトリ）エクステント更新動作
２５５を呼び出して、現在オープンしている、即ちホス
ト・プロセッサ１０によって現在働きかけられている特
定のファイル（ＦＥＭＣＢ１５５のオープン１６５及び
０ＤＤＣＢＩ２８のオープン１８６は非Ｏである）のた
めのエクステント・マツプの更新を遂行する。第１表に
示された更新エクステント情報はたとえば、ホスト・プ
ロセッサ１０の主メモリ内に保持される。
８ＩＩはＤＩＲ（ディレクトリ）エクステント更新動作
２５５を呼び出して、現在オープンしている、即ちホス
ト・プロセッサ１０によって現在働きかけられている特
定のファイル（ＦＥＭＣＢ１５５のオープン１６５及び
０ＤＤＣＢＩ２８のオープン１８６は非Ｏである）のた
めのエクステント・マツプの更新を遂行する。第１表に
示された更新エクステント情報はたとえば、ホスト・プ
ロセッサ１０の主メモリ内に保持される。
ホスト・プロセッサ１０により新らしいエクステントが
形成される度に、データ記録領域２９中の記録データ、
ＦＥＭＣＢ１５５ （第６図）が更新される。ＦＥＭＣ
Ｂの更新はユーザ・データ領域２９の書込みの完了によ
って生ずる。ＤＯ８１１はエクステントの更新の各々に
ついて、トラック及びセクタ・アドレスの入力パラメー
タ・データを使用する。ＦＥＭＣＢ１５５は第１表にも
示されているように実際のトラック及びセクタ・アドレ
スに基づく絶対セクタ及びトラック・アドレスを含まず
、ディスクの始まりからの論理セクタの相対番号を含ん
でいる。更新されたＦＥＭＣＢＩ５５は書込みオープン
後、即ちＤＯ８１１によってファイルが開かれ、データ
が開かれたファイルに書込まれた後、ファイルがクロー
ズされる度にディレクトリ領域に記録される。たとえば
、処理中のファイルに３つの書込みオープンがある時は
。
形成される度に、データ記録領域２９中の記録データ、
ＦＥＭＣＢ１５５ （第６図）が更新される。ＦＥＭＣ
Ｂの更新はユーザ・データ領域２９の書込みの完了によ
って生ずる。ＤＯ８１１はエクステントの更新の各々に
ついて、トラック及びセクタ・アドレスの入力パラメー
タ・データを使用する。ＦＥＭＣＢ１５５は第１表にも
示されているように実際のトラック及びセクタ・アドレ
スに基づく絶対セクタ及びトラック・アドレスを含まず
、ディスクの始まりからの論理セクタの相対番号を含ん
でいる。更新されたＦＥＭＣＢＩ５５は書込みオープン
後、即ちＤＯ８１１によってファイルが開かれ、データ
が開かれたファイルに書込まれた後、ファイルがクロー
ズされる度にディレクトリ領域に記録される。たとえば
、処理中のファイルに３つの書込みオープンがある時は
。
書込みオープンがクローズする度に、これ等の更新は別
個に識別されるので、ファイルの３つの新しいバージョ
ンが形成される。このバージョン制御はデータの総合の
ために使用できる。
個に識別されるので、ファイルの３つの新しいバージョ
ンが形成される。このバージョン制御はデータの総合の
ために使用できる。
ディレクトリ更新過程は先ずオープン・ファイルを求め
てＦＥＭＣＢ１５５を見出す、各オープン・ファイルは
ホスト・プロセッサ１０内で構成され、主メモリ中に記
憶されたそれ自身の別個のＦＥＭＣＢを有する。次に、
ＤｏＳｌ１は新らしいエクステント及び古いエクステン
トのためのアドレスを供給し、論理アドレスが計算し直
される。
てＦＥＭＣＢ１５５を見出す、各オープン・ファイルは
ホスト・プロセッサ１０内で構成され、主メモリ中に記
憶されたそれ自身の別個のＦＥＭＣＢを有する。次に、
ＤｏＳｌ１は新らしいエクステント及び古いエクステン
トのためのアドレスを供給し、論理アドレスが計算し直
される。
オープン・ファイルの開始からの論理（相対）セクタの
番号は相対トラック番号と論理トラック中のセクタの番
号の積によって決定される。従って古いＦＥＭＣＢ中に
使用される論理セクタの番号は更新ＦＥＭＣＢ中のセク
タの番号とは異なる。
番号は相対トラック番号と論理トラック中のセクタの番
号の積によって決定される。従って古いＦＥＭＣＢ中に
使用される論理セクタの番号は更新ＦＥＭＣＢ中のセク
タの番号とは異なる。
これ等の計算はともに、ファイルの始まりから始まる相
対セクタ番号（論理）を生ずる。このような更新された
データをアクセスする時は、このような相対番号がディ
レクトリ２８のテーブル・ルックアップによって絶対ア
ドレスに変換される。
対セクタ番号（論理）を生ずる。このような更新された
データをアクセスする時は、このような相対番号がディ
レクトリ２８のテーブル・ルックアップによって絶対ア
ドレスに変換される。
ディレクトリ２８はオープン・ファイルへの書込みが発
生した時にのみに、たとえデータ領域２９中にセクタ中
のの記録するデータの数が同一であっても生ずる。他の
データに置換る斬らしいデータのアドレスは相対セクタ
番号が変らない時でも決定しなくてはならない、新らし
い項目はエクステント・マツプ１１６．１１７ （第４
図）内のＦＥＭＣＢに加えられる。この新しい項目が必
要な理由はオープン・ファイルの更新バージョンを記憶
するために使用されるセクタの番号が変らない場合でも
日付は及び時刻フィールド１１３及びフィールド１１５
は情報内容が変化するからである。
生した時にのみに、たとえデータ領域２９中にセクタ中
のの記録するデータの数が同一であっても生ずる。他の
データに置換る斬らしいデータのアドレスは相対セクタ
番号が変らない時でも決定しなくてはならない、新らし
い項目はエクステント・マツプ１１６．１１７ （第４
図）内のＦＥＭＣＢに加えられる。この新しい項目が必
要な理由はオープン・ファイルの更新バージョンを記憶
するために使用されるセクタの番号が変らない場合でも
日付は及び時刻フィールド１１３及びフィールド１１５
は情報内容が変化するからである。
勿論、更新が多いと、追加のセクタが必要になる。
それは追加のレコードがファイルの一部として記録され
るからである。
るからである。
第１表に示したように、レコード３が更新された時に、
ファイル内のデータが置換されない時でも、相対的セク
タは依然変更される。たとえば第１表を参照するに１項
目１１７−１はレコード３を含むエクステント＃１を定
義している。更新されたファイル・バージョン中におい
ては、項目１１７−１はエクステント＃ＩＵをＭ５セク
タに対して１セクタを有するものとして定義している。
ファイル内のデータが置換されない時でも、相対的セク
タは依然変更される。たとえば第１表を参照するに１項
目１１７−１はレコード３を含むエクステント＃１を定
義している。更新されたファイル・バージョン中におい
ては、項目１１７−１はエクステント＃ＩＵをＭ５セク
タに対して１セクタを有するものとして定義している。
レコード３及び４のためのエクステント定義＃２Ｕのた
めの項目１１７−２は新らしい相対番号を有する。同じ
ようにエクステントの定義＃３Ｕのための項目１１７−
３は新らしいバージョン中の新らしいエクステントであ
り、それ自身の相対セクタ番号は２に等しい、換言する
と、相対セクタ番号を変更するための計算は、新らしく
置換されたデータのために形成される新らしいエクステ
ント即ち＃２Ｕを収容しなければならない、新らしく形
成されたエクステントに続くレコードのためのすべての
相対セクタ番号は変更される。即ち、エクステントの定
義＃１を２つのエクステントに分割すると相対セクタ番
号２を有するレコード５で始まるエクステントの定義＃
３Ｕが形成され。
めの項目１１７−２は新らしい相対番号を有する。同じ
ようにエクステントの定義＃３Ｕのための項目１１７−
３は新らしいバージョン中の新らしいエクステントであ
り、それ自身の相対セクタ番号は２に等しい、換言する
と、相対セクタ番号を変更するための計算は、新らしく
置換されたデータのために形成される新らしいエクステ
ント即ち＃２Ｕを収容しなければならない、新らしく形
成されたエクステントに続くレコードのためのすべての
相対セクタ番号は変更される。即ち、エクステントの定
義＃１を２つのエクステントに分割すると相対セクタ番
号２を有するレコード５で始まるエクステントの定義＃
３Ｕが形成され。
他方エクステントの定義＃２Ｕはユーザ・データ領域２
９中に定義されたような相対セクタ８．即ちファイルの
はじめからの８セクタを有する。同じように、レコード
１３と１４を追加すると、エクステント定義２Ｕに続く
、それ自身の相対セクタを有する新らしいエクステント
定義＃５Ｕが形成されるが、元のエクステント＃３の相
対セクタ番号（相対セクタは５）は同じ相対セクタを保
持するが、エクステントの定義は＃６Ｕになる。上述の
すべてから、変化していないデータの中でインターリー
ブされるか更新されたデータのための相対セクタ番号は
より大きな相対セクタ番号を形成することが明らかであ
る。それはこのようなデータはすべての他のデータが領
域２９中に記録された後に記録されるからである。この
データの論理的位置はエクステント・マツプ中では同じ
位置に留まり、エクステント・マツプ中の相対セクタが
データ領域２９中の相対的物理的位置を示す。
９中に定義されたような相対セクタ８．即ちファイルの
はじめからの８セクタを有する。同じように、レコード
１３と１４を追加すると、エクステント定義２Ｕに続く
、それ自身の相対セクタを有する新らしいエクステント
定義＃５Ｕが形成されるが、元のエクステント＃３の相
対セクタ番号（相対セクタは５）は同じ相対セクタを保
持するが、エクステントの定義は＃６Ｕになる。上述の
すべてから、変化していないデータの中でインターリー
ブされるか更新されたデータのための相対セクタ番号は
より大きな相対セクタ番号を形成することが明らかであ
る。それはこのようなデータはすべての他のデータが領
域２９中に記録された後に記録されるからである。この
データの論理的位置はエクステント・マツプ中では同じ
位置に留まり、エクステント・マツプ中の相対セクタが
データ領域２９中の相対的物理的位置を示す。
このような更新はホスト・プロセッサ１ｏ内でディスク
２０上の領域２９中でレコードが更新される各度に生ず
る。
２０上の領域２９中でレコードが更新される各度に生ず
る。
ＤｏＳｌ １は導入点２６１を介して形成インデックス
動作２６０を直接呼び出し、セグメント５８．７４を走
査し、ファイル名を取出し、ヘッダ５０．７２ （第４
図）のためのインデックス５４を形成できる。ホスト・
プロセッサ１０は新しいヘッダ制御ブロック５０．７２
が形成されるべき時、即ち前のヘッダ制御ブロックが現
在充填している時にはいつでもインデックスを形成する
。このインデックスは割当て及びフォーマット化動作２
３４がホスト・プロセッサ１０の主メモリのフォーマッ
ト領域中に新らしいヘッダ制御ブロックを形成した後、
ただし書込み動作２３１がアクチベートされる前に形成
される。ＤＯ８１１は割当て及びフォーマット化動作２
３４以外の呼び出しを処理する。走査すべき完成したセ
グメント５８のためのディスク２０上の割当てられたト
ラックはＤＯ３ＩＩによって識別される。共通ファイル
・ヘッダ１００中のフィールドであるフレーム名及びフ
ァイル拡張基１０３は読取り動作２６２によって前のヘ
ッダ制御ブロックのヘッダの各々から読取られる。充填
されたセグメント５８のすべてのトラックが走査される
。セグメント５８に割当てられたトラック中に項目が発
見されないと、該当なし表示が戻され、インデックスは
形成されない。そうでないと、インデックス項目は分類
動作２６３ （ＤＯ８ＩＩの分類モジュール）によって
昇順に分類される。分類後、キー８５が各共通ファイル
・ヘッダから抽出され、第４図に示したように、新らし
い領域５４中に加えられる０次にＤＯ８１１がディレク
トリ・ヘッダをディスク２０上に書込む。
動作２６０を直接呼び出し、セグメント５８．７４を走
査し、ファイル名を取出し、ヘッダ５０．７２ （第４
図）のためのインデックス５４を形成できる。ホスト・
プロセッサ１０は新しいヘッダ制御ブロック５０．７２
が形成されるべき時、即ち前のヘッダ制御ブロックが現
在充填している時にはいつでもインデックスを形成する
。このインデックスは割当て及びフォーマット化動作２
３４がホスト・プロセッサ１０の主メモリのフォーマッ
ト領域中に新らしいヘッダ制御ブロックを形成した後、
ただし書込み動作２３１がアクチベートされる前に形成
される。ＤＯ８１１は割当て及びフォーマット化動作２
３４以外の呼び出しを処理する。走査すべき完成したセ
グメント５８のためのディスク２０上の割当てられたト
ラックはＤＯ３ＩＩによって識別される。共通ファイル
・ヘッダ１００中のフィールドであるフレーム名及びフ
ァイル拡張基１０３は読取り動作２６２によって前のヘ
ッダ制御ブロックのヘッダの各々から読取られる。充填
されたセグメント５８のすべてのトラックが走査される
。セグメント５８に割当てられたトラック中に項目が発
見されないと、該当なし表示が戻され、インデックスは
形成されない。そうでないと、インデックス項目は分類
動作２６３ （ＤＯ８ＩＩの分類モジュール）によって
昇順に分類される。分類後、キー８５が各共通ファイル
・ヘッダから抽出され、第４図に示したように、新らし
い領域５４中に加えられる０次にＤＯ８１１がディレク
トリ・ヘッダをディスク２０上に書込む。
ディスク２０上に記録されたデータをアクセスする時は
、処理されつつあるファイルのバージョン番号のための
エクステント・マツプ１１６．１１７（第４図）は相対
もしくは論理セクタ番号を実際のディスク２０のトラッ
ク・アドレス及びセクタ・アドレスを示す数に変換しな
ければならない、ＦＥＭＣ８１２８中で、相対セクタ番
号（半径上一番外側の周囲及びセクタ、即ち周回Ｏ、セ
クタＯに基づく）は相対セクタ番号を各トラック中のセ
クタ数で除算することによってトラック・アドレス及び
セクタ・アドレスに変換される。余りは識別されたトラ
ック中のセクタ番号を示し、商がトラック番号を示す。
、処理されつつあるファイルのバージョン番号のための
エクステント・マツプ１１６．１１７（第４図）は相対
もしくは論理セクタ番号を実際のディスク２０のトラッ
ク・アドレス及びセクタ・アドレスを示す数に変換しな
ければならない、ＦＥＭＣ８１２８中で、相対セクタ番
号（半径上一番外側の周囲及びセクタ、即ち周回Ｏ、セ
クタＯに基づく）は相対セクタ番号を各トラック中のセ
クタ数で除算することによってトラック・アドレス及び
セクタ・アドレスに変換される。余りは識別されたトラ
ック中のセクタ番号を示し、商がトラック番号を示す。
セクタがトラックの位置に独立してアドレス可能な時、
即ちＮ＝トラックの数×トラック当りのセクタ数として
セクタが０からＮ迄の数で表わされる時は、論理セクタ
番号から実アドレスへの変換は、一般的ディレクトリ・
ヘッダ９０のセクタ記憶フィールド９１のセクタ数を論
理セクタ番号に加えることより成る。
即ちＮ＝トラックの数×トラック当りのセクタ数として
セクタが０からＮ迄の数で表わされる時は、論理セクタ
番号から実アドレスへの変換は、一般的ディレクトリ・
ヘッダ９０のセクタ記憶フィールド９１のセクタ数を論
理セクタ番号に加えることより成る。
第９図に示したスペース限界発見マシン動作はディレク
トリ領域及びユーザ・データ領域２８及び２９の半径上
の限界（末端）を決定する。このマシン動作の組は０Ｄ
ＤＣ８１２８のフィールド１８５及び１８７を夫々デー
タ及びディレクトリ記録のための最後のアドレスで更新
する。ディスク２０がドライブ１７上に取付けられる時
は、ホスト・プロセッサ１０はデータ及びディレクトリ
領域の半径上の極限の位置を知らない。０ＤＤＣＢ１２
８には、第６図には示されていないが、空きスペース３
０中のセクタ数を示すフィールドが含まれている。この
フィールドは最初Ｏにセットされ、最後のデータ・フィ
ールド１８５の内容はディスク２０が完全にデータで充
填されていることを示す周回とセクタのアドレスにセッ
トされる。
トリ領域及びユーザ・データ領域２８及び２９の半径上
の限界（末端）を決定する。このマシン動作の組は０Ｄ
ＤＣ８１２８のフィールド１８５及び１８７を夫々デー
タ及びディレクトリ記録のための最後のアドレスで更新
する。ディスク２０がドライブ１７上に取付けられる時
は、ホスト・プロセッサ１０はデータ及びディレクトリ
領域の半径上の極限の位置を知らない。０ＤＤＣＢ１２
８には、第６図には示されていないが、空きスペース３
０中のセクタ数を示すフィールドが含まれている。この
フィールドは最初Ｏにセットされ、最後のデータ・フィ
ールド１８５の内容はディスク２０が完全にデータで充
填されていることを示す周回とセクタのアドレスにセッ
トされる。
最後のディレクトリ・フィールド１８７はディスク２０
がディレクトリ・データで充填されたことを示すＯにセ
ットされる。探索パラメータＪはディレクトリ・セグメ
ント５８の２つのトラックがディレクトリ領域内の任意
の３トラツク内に見出されることを示す３トラツクを表
わす３に等しく任意にセットされる。その理由は、各２
つのディレクトリ・セグメントに割当てられたトラック
に対して、１つのディレクトリ・ヘッダ制御ブロックに
割当てられたトラックが存在するからである。
がディレクトリ・データで充填されたことを示すＯにセ
ットされる。探索パラメータＪはディレクトリ・セグメ
ント５８の２つのトラックがディレクトリ領域内の任意
の３トラツク内に見出されることを示す３トラツクを表
わす３に等しく任意にセットされる。その理由は、各２
つのディレクトリ・セグメントに割当てられたトラック
に対して、１つのディレクトリ・ヘッダ制御ブロックに
割当てられたトラックが存在するからである。
マシン動作は又各ディレクトリ・セクタのために割当て
られる３つのデータ・セクタが存在することを任意に仮
定している。探索中の可能な最小のトラック番号は１で
なければならず（トラック０はブーツ及び自己記述制御
データを含み、最上位の番号のトラックは０ＤＳＤＣＢ
３５に記憶されたトラック番号を含む）、アンカー・ベ
ース４゜のトラック・アドレスから１を引いた値（半径
上一番外側の、アンカー−ベース４０に隣接するトラッ
ク）を示す、呼び出しもしくは導入点２７１でＤＯ８１
１は空間限界発見動作２７０をアクティベートし、上述
のパラメータ内で以下に説明する機能を遂行する。スペ
ース限界発見動作２７０によってホスト・プロセッサ１
０は読取り動作２７２をアクティベートし、ディスク２
０の記録領域の半径上一番中心のトラックを読取る。こ
れは上位の限界と呼ばれる。各ディレクトリ・セクタに
は３つのデータ・セクタがあると仮定している。
られる３つのデータ・セクタが存在することを任意に仮
定している。探索中の可能な最小のトラック番号は１で
なければならず（トラック０はブーツ及び自己記述制御
データを含み、最上位の番号のトラックは０ＤＳＤＣＢ
３５に記憶されたトラック番号を含む）、アンカー・ベ
ース４゜のトラック・アドレスから１を引いた値（半径
上一番外側の、アンカー−ベース４０に隣接するトラッ
ク）を示す、呼び出しもしくは導入点２７１でＤＯ８１
１は空間限界発見動作２７０をアクティベートし、上述
のパラメータ内で以下に説明する機能を遂行する。スペ
ース限界発見動作２７０によってホスト・プロセッサ１
０は読取り動作２７２をアクティベートし、ディスク２
０の記録領域の半径上一番中心のトラックを読取る。こ
れは上位の限界と呼ばれる。各ディレクトリ・セクタに
は３つのデータ・セクタがあると仮定している。
トラック・アドレスのための最初のテスト値は下位及び
上位限界の和の３／４、即ち半径上−香臭のトラックに
向う半径距離の３／４に設定される。
上位限界の和の３／４、即ち半径上−香臭のトラックに
向う半径距離の３／４に設定される。
次にこのテスト・トラックが読取り動作２７２によって
読取られる。読取ったデータがディレクトリ項目である
ことがわかると、主メモリの０ＤＤＣＢ１２８のフィー
ルド１８５に記憶にデータ領域２９のための上位限界ト
ラック値がテスト・トラック・アドレスに調節される０
次に読取られる。
読取られる。読取ったデータがディレクトリ項目である
ことがわかると、主メモリの０ＤＤＣＢ１２８のフィー
ルド１８５に記憶にデータ領域２９のための上位限界ト
ラック値がテスト・トラック・アドレスに調節される０
次に読取られる。
次のテスト・トラックはデータ領域の上位限界と下位限
界の和を２で割ったアドレスを有する。この手順を繰返
して最後にディレクトリ・セグメントの半径上の極限及
びディレクトリ領域の極限が発見される。読取ったデー
タがディレクトリ・セグメントが存在しない時には、即
ちユーザのデータである時には１次のテスト・トラック
の半径位置は丁度読取ったトラック・アドレス（ディレ
クトリ領域の新下位限界）と上位の境界アドレスの和の
１／２になる０次にこの処理を丁度テストしたトラック
と下位限界もしくは上位限界間に不等関係が存在する限
り、等しくなって空きの空間が存在しないこと（ディス
ク２０が充満）が示される迄示される。
界の和を２で割ったアドレスを有する。この手順を繰返
して最後にディレクトリ・セグメントの半径上の極限及
びディレクトリ領域の極限が発見される。読取ったデー
タがディレクトリ・セグメントが存在しない時には、即
ちユーザのデータである時には１次のテスト・トラック
の半径位置は丁度読取ったトラック・アドレス（ディレ
クトリ領域の新下位限界）と上位の境界アドレスの和の
１／２になる０次にこの処理を丁度テストしたトラック
と下位限界もしくは上位限界間に不等関係が存在する限
り、等しくなって空きの空間が存在しないこと（ディス
ク２０が充満）が示される迄示される。
しかしながら、半径上置も内側のトラックから３／４は
ディレクトリでなければならないと仮定しているので、
３つの半径上隣接するトラックが読取られ、ディレクト
リのセグメントを見出す試みがなされる。この調節はト
ラック・テスト・アドレスがデータ領域のアドレスにな
る迄続けられる。もしデータ領域が半径上内側に向って
３／４の点に延びていると、テストの結果は空白が戻っ
ている。即ちテスト・トラック中にはデータが存在せず
、又このようなテスト・トラック中にはディレクトリ項
目は存在しない、この場合上位限界は現在のトラック・
アドレスから１を引いた値にセットされる。即ち、この
半径上次の外側のトラックはユーザ・データを含むこと
ができる。ディレクトリのための半径上一番外側の限界
は従ってテスト・トラックの半径上のアドレス＋１にセ
ットされる。即ち、次の半径上内側のトラックはディレ
クトリ・セグメントを含み、空きの空間があることが示
される。
ディレクトリでなければならないと仮定しているので、
３つの半径上隣接するトラックが読取られ、ディレクト
リのセグメントを見出す試みがなされる。この調節はト
ラック・テスト・アドレスがデータ領域のアドレスにな
る迄続けられる。もしデータ領域が半径上内側に向って
３／４の点に延びていると、テストの結果は空白が戻っ
ている。即ちテスト・トラック中にはデータが存在せず
、又このようなテスト・トラック中にはディレクトリ項
目は存在しない、この場合上位限界は現在のトラック・
アドレスから１を引いた値にセットされる。即ち、この
半径上次の外側のトラックはユーザ・データを含むこと
ができる。ディレクトリのための半径上一番外側の限界
は従ってテスト・トラックの半径上のアドレス＋１にセ
ットされる。即ち、次の半径上内側のトラックはディレ
クトリ・セグメントを含み、空きの空間があることが示
される。
テスト中には消去セクタが生じ得る。従ってテスト値Ｊ
がリセットされ、ディレクトリ・セグメントを求める探
索が再び開始される。しかしながら、テスト・トラック
番号はディレクトリを見出すために１だけ増加される。
がリセットされ、ディレクトリ・セグメントを求める探
索が再び開始される。しかしながら、テスト・トラック
番号はディレクトリを見出すために１だけ増加される。
この時点で、動作２７０はホスト・プロセッサ１ｏによ
って限界探索動作２７３をアクティベートして、データ
及びディレクトリ領域２９及び２８の極限を識別する。
って限界探索動作２７３をアクティベートして、データ
及びディレクトリ領域２９及び２８の極限を識別する。
このモジュールはホスト・プロセッサ１０をイネーブル
してディスク２０上の限界トラック及びセクタ番号を識
別することができる。このような限界は空間限界発見動
作２７０によって計算される上位及び下位の可能性のあ
るアドレス値である。
してディスク２０上の限界トラック及びセクタ番号を識
別することができる。このような限界は空間限界発見動
作２７０によって計算される上位及び下位の可能性のあ
るアドレス値である。
即ちあるデータ領域及びディレクトリ領域は識別される
が、半径のエクステントは正確に知られていない、トラ
ック・アドレス値は最後に固定された上位及び下位の限
界の和の１／２にセットされる。もしこのテスト・トラ
ック・アドレス値が上位もしくは下位値のいずれかに等
しい時は、半径上の極限の１つが識別される。次に読取
り動作２７２がアクティベートされ、テスト・トラック
が読取られる。空セクタが発見されると、上位の限界は
丁度読取られたトラック・アドレス値にセットされ、空
白と呼ばれる値は空白セクタを有するトラック・アドレ
ス値として識別される。この過程は最下位のアドレスの
空白セクタが見出されると、同じような過程によって最
上位の即ち半径上の最奥の空白セクタが見出される。こ
の場合、空白が見出されると、テスト・トラックは非空
白のセクタが見出される迄、下位のアドレス値にセット
される。従って、テストされたトラックのトラック・ア
ドレスは上位の半径の限界を示す。
が、半径のエクステントは正確に知られていない、トラ
ック・アドレス値は最後に固定された上位及び下位の限
界の和の１／２にセットされる。もしこのテスト・トラ
ック・アドレス値が上位もしくは下位値のいずれかに等
しい時は、半径上の極限の１つが識別される。次に読取
り動作２７２がアクティベートされ、テスト・トラック
が読取られる。空セクタが発見されると、上位の限界は
丁度読取られたトラック・アドレス値にセットされ、空
白と呼ばれる値は空白セクタを有するトラック・アドレ
ス値として識別される。この過程は最下位のアドレスの
空白セクタが見出されると、同じような過程によって最
上位の即ち半径上の最奥の空白セクタが見出される。こ
の場合、空白が見出されると、テスト・トラックは非空
白のセクタが見出される迄、下位のアドレス値にセット
される。従って、テストされたトラックのトラック・ア
ドレスは上位の半径の限界を示す。
本発明の理解のために説明されたＤＯ３中のプログラミ
ングに加えて、上述のＩＢＭの刊行物中に説明されてい
るＤＯ８中に現在存在するプログラミングも含まれてい
ることを理解されたい。ＤＯ８の後の実施例もしくは同
じようなオペレーティング・システムの実施例では、プ
ログラミングによって実施される主々の機能及びマシン
動作が利用されることが予期される０本発明の範囲での
構成の多様性は明らかであろう。
ングに加えて、上述のＩＢＭの刊行物中に説明されてい
るＤＯ８中に現在存在するプログラミングも含まれてい
ることを理解されたい。ＤＯ８の後の実施例もしくは同
じようなオペレーティング・システムの実施例では、プ
ログラミングによって実施される主々の機能及びマシン
動作が利用されることが予期される０本発明の範囲での
構成の多様性は明らかであろう。
Ｅ６ 媒体欠陥の処理
上述のディレクトリ及び記録技法を使用すると、ディス
ク上にデータもしくはディレクトリ情報を記録する間に
媒体の欠陥を検出すると、媒体に失陥のあるセクタを無
視して、情報を次の使用可能なセクタに記録することが
できる。この手続きの実際の効果はディスク２０上にス
パイラル・トラックに沿う１つのセクタ位置分記録され
つつあるデータもしくはディレクトリの未記録部分を移
動させることである。ディレクトリは、あたかも欠陥性
のセクタが全く存在しなかったように、ディレクトリ構
造中の欠陥セクタが無視されるように形成される。この
型の媒体欠陥解消は上述の本発明のディレクトリ及びそ
の拡散構造で十分処理される。欠陥のセクタに接して先
行する連続セクタ中に記録されたデータは第１のエクス
テント中に含まれる。欠陥セクタに続く （欠陥セクタ
はスキップされる）スパイラル・トラック中の記録の継
続は連続したセクタの第２の独立したエクステントの開
始を画定する。この型の動作はデータが実際にディスク
２０上に記録される時に、データのアドレスのディレク
トリ調節変更を必要とする。
ク上にデータもしくはディレクトリ情報を記録する間に
媒体の欠陥を検出すると、媒体に失陥のあるセクタを無
視して、情報を次の使用可能なセクタに記録することが
できる。この手続きの実際の効果はディスク２０上にス
パイラル・トラックに沿う１つのセクタ位置分記録され
つつあるデータもしくはディレクトリの未記録部分を移
動させることである。ディレクトリは、あたかも欠陥性
のセクタが全く存在しなかったように、ディレクトリ構
造中の欠陥セクタが無視されるように形成される。この
型の媒体欠陥解消は上述の本発明のディレクトリ及びそ
の拡散構造で十分処理される。欠陥のセクタに接して先
行する連続セクタ中に記録されたデータは第１のエクス
テント中に含まれる。欠陥セクタに続く （欠陥セクタ
はスキップされる）スパイラル・トラック中の記録の継
続は連続したセクタの第２の独立したエクステントの開
始を画定する。この型の動作はデータが実際にディスク
２０上に記録される時に、データのアドレスのディレク
トリ調節変更を必要とする。
これは現在のディレクトリ構造の定義されたデータ・エ
クステントの価値の一例である。
クステントの価値の一例である。
本明細書で説明されるディスク媒体のユーザの一部はデ
ィスク上の物理セクタとこのような記憶データを使用し
て動作するように設計された計算機プログラムの論理ア
ドレシング構造との予じめ割当てられた関係を含むマス
タ・ディスクを持つことがある。このような場合は、上
述のような媒体欠陥調整は、記憶されたデータの物理的
アドレスが変化して、計算機プログラムはもはやディス
ク上に記憶されたデータを忠実にアクセスできなくなる
点で動作不可能になる。
ィスク上の物理セクタとこのような記憶データを使用し
て動作するように設計された計算機プログラムの論理ア
ドレシング構造との予じめ割当てられた関係を含むマス
タ・ディスクを持つことがある。このような場合は、上
述のような媒体欠陥調整は、記憶されたデータの物理的
アドレスが変化して、計算機プログラムはもはやディス
ク上に記憶されたデータを忠実にアクセスできなくなる
点で動作不可能になる。
従って本発明は単一の記録ディスク媒体上の媒体欠陥調
整の２つの代替手段を与える。説明の目的のために、上
記の計算機プログラムと物理的ディスク位置との関連を
含むマスク・ディスクは上述のディレクトリを使用する
ディスクの製造位置に与えられる。本発明に従い、ディ
スク２０の別個の部分がこのマスク・ディスクのアドレ
ッシングに基づく記録に割当てられ、留保される。この
ような配列は第１０図に示したディスク２０Ａ上に示さ
れている（Ａは代替ディスク配列を意味する）、任意の
選択事項として、マスク・ディスクに割当てられている
記録データを記録するためにディスク２０Ａに割当てら
れる部分はディスク２０のデータ記録領域２９（第２図
）の半径上一番外側の部分に留保される。ディスク制御
セクタ（２７）は０ＤＳＤＣＢ３６に、マスタ・ディス
ク・データを含む周回数を含む。このようにして。
整の２つの代替手段を与える。説明の目的のために、上
記の計算機プログラムと物理的ディスク位置との関連を
含むマスク・ディスクは上述のディレクトリを使用する
ディスクの製造位置に与えられる。本発明に従い、ディ
スク２０の別個の部分がこのマスク・ディスクのアドレ
ッシングに基づく記録に割当てられ、留保される。この
ような配列は第１０図に示したディスク２０Ａ上に示さ
れている（Ａは代替ディスク配列を意味する）、任意の
選択事項として、マスク・ディスクに割当てられている
記録データを記録するためにディスク２０Ａに割当てら
れる部分はディスク２０のデータ記録領域２９（第２図
）の半径上一番外側の部分に留保される。ディスク制御
セクタ（２７）は０ＤＳＤＣＢ３６に、マスタ・ディス
ク・データを含む周回数を含む。このようにして。
ディスク２０を読取るコントローラ１５は先ず０ＤＳＤ
Ｃ８３６を読取る。０ＤＳＤＣＳ３６のトラックもしく
は周回は他のトラックとは異なる媒体欠陥調整機構を有
する。即ちこの媒体欠陥調整は本発明によって与えられ
る透過的な欠陥調整でなく、コントローラ１５及びおそ
らくホスト・プロセッサ１０の介入を必要とする。さら
に説明を付は加えると、物理アドレスとマスク・ディス
ク（図示されず）のデータ内容間の関係を保持するため
には媒体欠陥調整は一般的に今日の磁気ディスク記録に
使用している慣用に従う、即ちセクタの区分（消去）が
欠陥セクタに与えられ、代替データ・メモリ領域にアド
レス・ポインタが与えられる。しかしながら、全セクタ
は記録不能であるので、欠陥セクタ中に必要なすべての
ことは、これが欠陥性であること、データがその中に記
録されていない事実を識別することである。
Ｃ８３６を読取る。０ＤＳＤＣＳ３６のトラックもしく
は周回は他のトラックとは異なる媒体欠陥調整機構を有
する。即ちこの媒体欠陥調整は本発明によって与えられ
る透過的な欠陥調整でなく、コントローラ１５及びおそ
らくホスト・プロセッサ１０の介入を必要とする。さら
に説明を付は加えると、物理アドレスとマスク・ディス
ク（図示されず）のデータ内容間の関係を保持するため
には媒体欠陥調整は一般的に今日の磁気ディスク記録に
使用している慣用に従う、即ちセクタの区分（消去）が
欠陥セクタに与えられ、代替データ・メモリ領域にアド
レス・ポインタが与えられる。しかしながら、全セクタ
は記録不能であるので、欠陥セクタ中に必要なすべての
ことは、これが欠陥性であること、データがその中に記
録されていない事実を識別することである。
本発明に従えば、ディスクの半径上−香臭の部
゛分上、たとえばディレクトリ２８の半径上内部部分が
マスタ・ディスクのデータをディスク上に記録する時に
媒体の誤りを調整するための代替データ・メモリ領域２
８２である。半径上最奥の周回２８０は磁気もしくは光
学データ記録で慣用されているようにガード帯トラック
もしくは診断トラックである。周回２８１はマスク・デ
ィスク・データを記憶するデータ２０Ａの部分中の欠陥
セクタによって必要とされる代替記録領域へのインデッ
クスを含む。少数の複数の周回２８２が代替セクタ・デ
ータ・メモリ領域を構成する。欠陥セクタの検出にもと
づき、マスク・ディスクのデータをこのようなデータの
ための半径上最奥に割当てられた領域に記録する時は、
セクタ・アドレスをスパイラル・トラックに沿って下方
に押やるのでなく、欠陥セクタに割当てられたデータは
マスク・ディスクのデータをディスク２０に記録するの
に使用したホスト・プロセッサ内の通常の技法を使用し
てソフトウェア（図示もしくは説明されない）によって
保持される。記録が完了すると、ホスト・プロセッサは
依然子じめ割当てられたマスク・ディスク・データ・メ
モリ領域中に１乃至それ以上の欠陥セクタに記録が予定
されているデータを保持している。次に、第１０図に示
されたフォーマットを使用して、データを代替周回２８
２に記録し、このような代替記録データへのインデック
スが周回２８１中に設定される。周回２８１及びすべて
の他の周回中の記録にはデータ・セクタＯにおいて開始
し、必要に応じて、第１０図に示したようにデータ・セ
クタ２３向って反時計方向に進む、データ・セクタ０及
び表領域の周回２８１の他のデータ・セクタ内で、第１
のセクタ・バイト２８５は一定のデータ内容即ちＥＯに
等しい表示子を含む０周回２８１の次の下流のバイトは
領域２８６中に記録されている通し番号ＳＮである。
゛分上、たとえばディレクトリ２８の半径上内部部分が
マスタ・ディスクのデータをディスク上に記録する時に
媒体の誤りを調整するための代替データ・メモリ領域２
８２である。半径上最奥の周回２８０は磁気もしくは光
学データ記録で慣用されているようにガード帯トラック
もしくは診断トラックである。周回２８１はマスク・デ
ィスク・データを記憶するデータ２０Ａの部分中の欠陥
セクタによって必要とされる代替記録領域へのインデッ
クスを含む。少数の複数の周回２８２が代替セクタ・デ
ータ・メモリ領域を構成する。欠陥セクタの検出にもと
づき、マスク・ディスクのデータをこのようなデータの
ための半径上最奥に割当てられた領域に記録する時は、
セクタ・アドレスをスパイラル・トラックに沿って下方
に押やるのでなく、欠陥セクタに割当てられたデータは
マスク・ディスクのデータをディスク２０に記録するの
に使用したホスト・プロセッサ内の通常の技法を使用し
てソフトウェア（図示もしくは説明されない）によって
保持される。記録が完了すると、ホスト・プロセッサは
依然子じめ割当てられたマスク・ディスク・データ・メ
モリ領域中に１乃至それ以上の欠陥セクタに記録が予定
されているデータを保持している。次に、第１０図に示
されたフォーマットを使用して、データを代替周回２８
２に記録し、このような代替記録データへのインデック
スが周回２８１中に設定される。周回２８１及びすべて
の他の周回中の記録にはデータ・セクタＯにおいて開始
し、必要に応じて、第１０図に示したようにデータ・セ
クタ２３向って反時計方向に進む、データ・セクタ０及
び表領域の周回２８１の他のデータ・セクタ内で、第１
のセクタ・バイト２８５は一定のデータ内容即ちＥＯに
等しい表示子を含む０周回２８１の次の下流のバイトは
領域２８６中に記録されている通し番号ＳＮである。
表項目の組を含む周回２８１中の第１のセクタは番号Ｏ
で識別される。同じ周回中の次のデータ・セクタは通し
番号１で示される（以下同様）。周回２８１に欠陥セク
タが見出された場合には、このセクタは無視され、周回
２８１中の次に利用可能なデータ・セクタが欠陥のある
セクタのために元々意図されていた表データを記録する
のに使用される。フィールド２８６中の通し番号はこの
代替データ・トラック表の部分を記憶するのにどの物理
的データ・セクタが使用されるかにかかわらず同じに保
持される。バイト２８６に続くバイト群２８７，２８８
及び２８９等は夫々マスク・データ記録領域中の欠陥セ
クタのアドレスを含む。
で識別される。同じ周回中の次のデータ・セクタは通し
番号１で示される（以下同様）。周回２８１に欠陥セク
タが見出された場合には、このセクタは無視され、周回
２８１中の次に利用可能なデータ・セクタが欠陥のある
セクタのために元々意図されていた表データを記録する
のに使用される。フィールド２８６中の通し番号はこの
代替データ・トラック表の部分を記憶するのにどの物理
的データ・セクタが使用されるかにかかわらず同じに保
持される。バイト２８６に続くバイト群２８７，２８８
及び２８９等は夫々マスク・データ記録領域中の欠陥セ
クタのアドレスを含む。
周回２８１を走査して読取るホスト・プロセッサ１０は
群２８７，２８８等のうちどれが問題の欠陥セクタに関
連するかを決定する。アドレス２８７．２８８の数等は
複数のトラック２８２に利用されるデータ・セクタの数
に対応する。アドレス２８７．２８８．２８９等にある
欠陥領域アドレスの論理位置は代りに記憶されようとし
ているデータを記憶するトラック２８２中のセクタを指
定するのに使用される。たとえば、（欠陥ポインタ０と
して識別される）、アドレス２８７の数値の内容は欠陥
性のデマーク・データ記憶セクタを指定するが１周回２
８１のデータ・セクタＯ中の物理的位置は領域２８２の
半径上量も内側の周回のデータ・セクタＯを指定する。
群２８７，２８８等のうちどれが問題の欠陥セクタに関
連するかを決定する。アドレス２８７．２８８の数等は
複数のトラック２８２に利用されるデータ・セクタの数
に対応する。アドレス２８７．２８８．２８９等にある
欠陥領域アドレスの論理位置は代りに記憶されようとし
ているデータを記憶するトラック２８２中のセクタを指
定するのに使用される。たとえば、（欠陥ポインタ０と
して識別される）、アドレス２８７の数値の内容は欠陥
性のデマーク・データ記憶セクタを指定するが１周回２
８１のデータ・セクタＯ中の物理的位置は領域２８２の
半径上量も内側の周回のデータ・セクタＯを指定する。
同じように、アドレス２８８を構成する欠陥ポインタ番
号１は領域２８２の半径上量も内側の周回中のデータ・
セクタ１を指定するようにして領域２８２中の周回の全
集合に及ぶ０代替周回領域２８２に欠陥セクタが発見さ
れた時は、この欠陥セクタに対応するアドレス領域はす
べて２進１を含み、論理的に関連する代替セクタが欠陥
性であること、そして使用されていないことが示される
。
号１は領域２８２の半径上量も内側の周回中のデータ・
セクタ１を指定するようにして領域２８２中の周回の全
集合に及ぶ０代替周回領域２８２に欠陥セクタが発見さ
れた時は、この欠陥セクタに対応するアドレス領域はす
べて２進１を含み、論理的に関連する代替セクタが欠陥
性であること、そして使用されていないことが示される
。
上述のすべてから１種々の代替セクタリング、従って種
々のアドレシング・アーキテクチュアを受入れる効率的
な手段が同一の記録媒体上に与えられることが明らかに
されるであろう。本発明に従い、マスタ・ディスク・デ
ータに割当てられているデータ領域２９は割当て可能な
データ領域の大部分を充満できる。即ちディレクトリ２
８は比較的小さくでき、場合によっては存在しない。し
かしながら、マスク・データが読取り時のホスト・プロ
セッサ１０によって実行される計算機プログラムである
時は、若干の周回が使用時のホスト・プロセッサ１０に
よって、計算機プログラムの更新をディスク２ｏ上に書
込むために留保される。
々のアドレシング・アーキテクチュアを受入れる効率的
な手段が同一の記録媒体上に与えられることが明らかに
されるであろう。本発明に従い、マスタ・ディスク・デ
ータに割当てられているデータ領域２９は割当て可能な
データ領域の大部分を充満できる。即ちディレクトリ２
８は比較的小さくでき、場合によっては存在しない。し
かしながら、マスク・データが読取り時のホスト・プロ
セッサ１０によって実行される計算機プログラムである
時は、若干の周回が使用時のホスト・プロセッサ１０に
よって、計算機プログラムの更新をディスク２ｏ上に書
込むために留保される。
このようにして、プログラムの販売者は電子的に更新を
ホスト・プロセッサ１０に転送してプログラム記録媒体
として働くディスク２０上に組込むことができる。従っ
てホスト・プロセッサ１０がディスク２０からプログラ
ムをそれ自身のメモリにロードする時は、ホスト・プロ
セッサ１ｏはマスク・ディスク・データによって表わさ
れた初期プログラムに対する更新を識別するためにディ
レクトリ２８をチェックするためのプログラミング（説
明しない）を含む。
ホスト・プロセッサ１０に転送してプログラム記録媒体
として働くディスク２０上に組込むことができる。従っ
てホスト・プロセッサ１０がディスク２０からプログラ
ムをそれ自身のメモリにロードする時は、ホスト・プロ
セッサ１ｏはマスク・ディスク・データによって表わさ
れた初期プログラムに対する更新を識別するためにディ
レクトリ２８をチェックするためのプログラミング（説
明しない）を含む。
Ｅ７ キャッシング
第１１図を参照するに、本発明を使用するデータ・メモ
リ・システムのパホーマンスの増強手段が示されている
。ホスト・コンピュータ１０はランダム・アクセス・デ
ータ・メモリ部３０１を含む。この部分はコンピュータ
のための作業メモリである。ホスト・コンピュータ１０
のためのソフトウェア（図示もしくはさらに説明しない
）はメモリ３０１の１部をソフトウェア・キャッシュ３
０６として使用するように割当て、ディスク２０に記憶
されたもしくは記憶さるべきデータに関してキャッシュ
できるようにし、又キャッシュ３０２を割当てて、現在
のディレクトリの一部分を記憶する。第７図に示した探
知及び接続機能２０１はディスク２０上のディレクトリ
・セグメントによってアクセスすべきデータ領域を識別
し、現在セグメント３００の全部のディレクトリの内容
が矢印３０３によって示されたように現在ディレクトリ
・キャッシュ３０２に記憶される。ホスト・コンピュー
タ１０は現在ディレクトリ・キャッシュ３０２中のコピ
ーを更新することがある０本発明の説明とは関係のない
、データ処理動作が完了すると、更新されたコピーは現
在セグメントｓ。
リ・システムのパホーマンスの増強手段が示されている
。ホスト・コンピュータ１０はランダム・アクセス・デ
ータ・メモリ部３０１を含む。この部分はコンピュータ
のための作業メモリである。ホスト・コンピュータ１０
のためのソフトウェア（図示もしくはさらに説明しない
）はメモリ３０１の１部をソフトウェア・キャッシュ３
０６として使用するように割当て、ディスク２０に記憶
されたもしくは記憶さるべきデータに関してキャッシュ
できるようにし、又キャッシュ３０２を割当てて、現在
のディレクトリの一部分を記憶する。第７図に示した探
知及び接続機能２０１はディスク２０上のディレクトリ
・セグメントによってアクセスすべきデータ領域を識別
し、現在セグメント３００の全部のディレクトリの内容
が矢印３０３によって示されたように現在ディレクトリ
・キャッシュ３０２に記憶される。ホスト・コンピュー
タ１０は現在ディレクトリ・キャッシュ３０２中のコピ
ーを更新することがある０本発明の説明とは関係のない
、データ処理動作が完了すると、更新されたコピーは現
在セグメントｓ。
Ｏ中に（このようなメモリ空間がまだ利用可能として）
記憶される。現在セグメント３００が充填されると、記
録可能なセクタを依然含む最後のディレクトリ・セグメ
ントは更新されたディレクトリ部分を受取る。同じよう
に、ファイル名に従って記憶されたデータはデータ・キ
ャッシュ３０６中に記憶される。次にホスト・コンピュ
ータ１０は、データ・キャッシュ３０６中及び現在のデ
ィレクトリ・キャッシュ３０２中に記憶されているディ
レクトリ部分に操作を加える。データ処理動作が完了す
ると、データ・キャッシュ３０６中の更新データは上述
のようにディスク２ｏ上に記憶される。 多くの動作に
おける事象では、現在セグメント３００はディレクトリ
中でさらに充満さるべきセグメントであり即ち完全に充
填されていないことが予期される。現在セグメント３０
０の内容はどのファイル名のファイルがアクセスされた
かもしくはアクセスが望まれているかにががわらず、ホ
スト・コンピュータ１０にプロモートされることに注意
されたい。又ヘッダ領域は現在セグメント３００の半径
上外側にあるが、現在ディレクトリ・キャッシャ３０２
へはプロモートされないことに注意されない。この配列
は第５図に関して説明されたディスク２０の初期設定手
順に従う、第５図ではディレクトリのより下位のもしく
はより直接部分はインデキシング部分よりも開始点に近
く記録されている。
記憶される。現在セグメント３００が充填されると、記
録可能なセクタを依然含む最後のディレクトリ・セグメ
ントは更新されたディレクトリ部分を受取る。同じよう
に、ファイル名に従って記憶されたデータはデータ・キ
ャッシュ３０６中に記憶される。次にホスト・コンピュ
ータ１０は、データ・キャッシュ３０６中及び現在のデ
ィレクトリ・キャッシュ３０２中に記憶されているディ
レクトリ部分に操作を加える。データ処理動作が完了す
ると、データ・キャッシュ３０６中の更新データは上述
のようにディスク２ｏ上に記憶される。 多くの動作に
おける事象では、現在セグメント３００はディレクトリ
中でさらに充満さるべきセグメントであり即ち完全に充
填されていないことが予期される。現在セグメント３０
０の内容はどのファイル名のファイルがアクセスされた
かもしくはアクセスが望まれているかにががわらず、ホ
スト・コンピュータ１０にプロモートされることに注意
されたい。又ヘッダ領域は現在セグメント３００の半径
上外側にあるが、現在ディレクトリ・キャッシャ３０２
へはプロモートされないことに注意されない。この配列
は第５図に関して説明されたディスク２０の初期設定手
順に従う、第５図ではディレクトリのより下位のもしく
はより直接部分はインデキシング部分よりも開始点に近
く記録されている。
ホスト・コンピュータによるキャッシュの動作及びキャ
ッシュとディスク２０のようなバッキング・メモリ間の
データ転送は一般に知られているので、その説明はさら
になされない、注目すべき重要なことは、全現在セグメ
ントの内容が現在ディレクトリ・キャッシュにプロモー
トされ、ディレクトリ識別及び現在セグメントのすべて
のファイル名のアドレスへの高速アクセスが可能になる
ことである１本発明のこの部分を実施する１つのバージ
ョンではデータ転送がホスト・コンピュータ１０及びデ
ィスク２０間で開始されるとすぐ、識別される現在セグ
メントが常に現在ディレクトリ・キャッシュにプロモー
トされる。現在セグメント中に含まれていないファイル
名をアクセスする時には、新ファイルを識別するセグメ
ントが現在ディレクトリ・キャッシュ３０２中の現在セ
グメントに置換る。
ッシュとディスク２０のようなバッキング・メモリ間の
データ転送は一般に知られているので、その説明はさら
になされない、注目すべき重要なことは、全現在セグメ
ントの内容が現在ディレクトリ・キャッシュにプロモー
トされ、ディレクトリ識別及び現在セグメントのすべて
のファイル名のアドレスへの高速アクセスが可能になる
ことである１本発明のこの部分を実施する１つのバージ
ョンではデータ転送がホスト・コンピュータ１０及びデ
ィスク２０間で開始されるとすぐ、識別される現在セグ
メントが常に現在ディレクトリ・キャッシュにプロモー
トされる。現在セグメント中に含まれていないファイル
名をアクセスする時には、新ファイルを識別するセグメ
ントが現在ディレクトリ・キャッシュ３０２中の現在セ
グメントに置換る。
Ｅ８ データ・エクステント
データ・エクステントとは所与のファイルからのデータ
を記憶する連続セクタのことである。たとえば、第１の
データ・セグメント３２０（第１２図）は９個のデータ
記憶セクタを含み、データ記憶セクタの各々は夫々１−
１８と番号の付された２つのレコード中に記憶されてい
る。丸でかこまれた番号４．８及び９はデータが記憶さ
れていないセクタ内の割当て空間を示す。データ記憶セ
クタの各々の中で若い番号のレコードは弐ＮＸ−（Ｎ−
１）によって決定される。ここでＮは所与のセクタ中に
記憶さるべきレコードの数であり、Ｘはファイル内のセ
クタの論理番号である。セクタの論理番号と記録ディス
ク上のセクタの物理番号とは混合してはならない。番号
及びＸは整数である。最初の記録時に、欠陥セクタは空
間３２１によって示されたようにディスク上に発見され
る。
を記憶する連続セクタのことである。たとえば、第１の
データ・セグメント３２０（第１２図）は９個のデータ
記憶セクタを含み、データ記憶セクタの各々は夫々１−
１８と番号の付された２つのレコード中に記憶されてい
る。丸でかこまれた番号４．８及び９はデータが記憶さ
れていないセクタ内の割当て空間を示す。データ記憶セ
クタの各々の中で若い番号のレコードは弐ＮＸ−（Ｎ−
１）によって決定される。ここでＮは所与のセクタ中に
記憶さるべきレコードの数であり、Ｘはファイル内のセ
クタの論理番号である。セクタの論理番号と記録ディス
ク上のセクタの物理番号とは混合してはならない。番号
及びＸは整数である。最初の記録時に、欠陥セクタは空
間３２１によって示されたようにディスク上に発見され
る。
記録は継続して論理セクタ１０及び１１を含む番号３２
２によって示された連続セクタの第２の組が続く。第２
のエクステント３２２には、２つのレコード２０及び２
１が夫々論理セクタ１０及び１１に記録され、記録領域
１９及び２０はその中にデータを記録していない。１つ
のセクタを使用してレコード２０及び２１を記録するこ
とができるが、消去不能媒体中での更新手順を容易にす
るために割当てられている。論理セクタ５はレコード９
を充満し、レコード１０を変更しないで更新されるもの
と仮定する。更新後は、更新記録データを識別するのに
２つのデータ・エクステントでなく、４つのデータ・エ
クステントが必要になる。
２によって示された連続セクタの第２の組が続く。第２
のエクステント３２２には、２つのレコード２０及び２
１が夫々論理セクタ１０及び１１に記録され、記録領域
１９及び２０はその中にデータを記録していない。１つ
のセクタを使用してレコード２０及び２１を記録するこ
とができるが、消去不能媒体中での更新手順を容易にす
るために割当てられている。論理セクタ５はレコード９
を充満し、レコード１０を変更しないで更新されるもの
と仮定する。更新後は、更新記録データを識別するのに
２つのデータ・エクステントでなく、４つのデータ・エ
クステントが必要になる。
更新論理セクタ５はここで番号３２３で示したようにレ
コード９及び１０を含んでいる。この更新により、原デ
ータ・エクステント３２０は３つの部分に分割される。
コード９及び１０を含んでいる。この更新により、原デ
ータ・エクステント３２０は３つの部分に分割される。
第１の部分は論理セクタ１乃至４を含むデータ・エクス
テント３２４であり、第２のデータ・エクステント３２
５は（番号３２３によって示された）論理セクタ５だけ
を含み、第３のエクステント３２６は論理セクタ６乃至
９を含む、他のデータ・エクステント３２３は（番号３
２７によって示したように）不変である。各ファイル内
の論理セクタはデータ・エクステント内を除きディスク
２０上の物理セクタとは物理的関係はない、論理セクタ
は上述のようにデータ・バージョンのためのディレクト
リ項目を識別するのに使用される。
テント３２４であり、第２のデータ・エクステント３２
５は（番号３２３によって示された）論理セクタ５だけ
を含み、第３のエクステント３２６は論理セクタ６乃至
９を含む、他のデータ・エクステント３２３は（番号３
２７によって示したように）不変である。各ファイル内
の論理セクタはデータ・エクステント内を除きディスク
２０上の物理セクタとは物理的関係はない、論理セクタ
は上述のようにデータ・バージョンのためのディレクト
リ項目を識別するのに使用される。
Ｆ６発明の効果
本発明に従い、−回書込み、即ち消去可能な記録技術に
おいて、ディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領域
をできるだけ完全に充填する方法が与えられる。
おいて、ディスク・セクタもしくはデータ・メモリ領域
をできるだけ完全に充填する方法が与えられる。
第１図は本発明に従って構成された例示的ディレクトリ
の木構造を示す論理図である。第２図は本発明が使用す
るデータ記憶サブシステムの概略図である。第３図はデ
ィレクトリの一般的位置を示すレコード記録ディスクの
マツプ図である。第４図は第１図のディレクトリに有用
なデータ構造を示す図である。第５図は第３図に示した
レコード記憶ディスクの初期設定を示す論理的流れ図で
ある。第６図は第２図に示したコントローラ中で使用さ
れるデータ構造の論理図である。第７図はディレクトリ
情報を探索する際のコントローラの動作を示す論理図で
ある。第８図は第１図に示したディレクトリを更新する
のに使用されるコントローラの動作の論理図である。第
９図はディスク上のデータ記録の極限（末端）を識別す
るためのコントローラの動作の論理図である。第１０図
は代替ディスク・アンドレッシング配列を受入れるため
の代替セクタ配列を示す図である。第１１図はデータ・
キャッシング及びホスト・コンピュータ中の現在ディレ
クトリ部分を示す概略図である。 第１２図は欠陥セクタ及びセクタの更新によるデータ・
エクステントの分割を示した図である。 １０・・・ホスト・プロセッサ、１１・・・ＤＯ３，１
２・・・ＩＯ８，１３・・・データ・メモリ・システム
、１５・・・コントローラ、１７・・・光ディスク・ド
ライブ、２ｏ・・・レコード・メモリ・ディスク、２２
・・・データ・セクタ、２７・・・０ＤＤＣＢ、２８・
・・ディレクトリ、２９・・・ユーザ・データ、３０・
・・空きスペース、４０・・・アンカー・ベース、４５
・・・ディレクトリ・アンカー・ポインタ、５０・・・
ヘッダ、５２・・・ルート・セグメントの組、７２・・
−サブ・ヘツダ、７４・・・サブ・セグメントの組。 出願人 インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人 弁理士 山 本 仁 朗（外１名） ディレクトリ木Ｈ１造
の木構造を示す論理図である。第２図は本発明が使用す
るデータ記憶サブシステムの概略図である。第３図はデ
ィレクトリの一般的位置を示すレコード記録ディスクの
マツプ図である。第４図は第１図のディレクトリに有用
なデータ構造を示す図である。第５図は第３図に示した
レコード記憶ディスクの初期設定を示す論理的流れ図で
ある。第６図は第２図に示したコントローラ中で使用さ
れるデータ構造の論理図である。第７図はディレクトリ
情報を探索する際のコントローラの動作を示す論理図で
ある。第８図は第１図に示したディレクトリを更新する
のに使用されるコントローラの動作の論理図である。第
９図はディスク上のデータ記録の極限（末端）を識別す
るためのコントローラの動作の論理図である。第１０図
は代替ディスク・アンドレッシング配列を受入れるため
の代替セクタ配列を示す図である。第１１図はデータ・
キャッシング及びホスト・コンピュータ中の現在ディレ
クトリ部分を示す概略図である。 第１２図は欠陥セクタ及びセクタの更新によるデータ・
エクステントの分割を示した図である。 １０・・・ホスト・プロセッサ、１１・・・ＤＯ３，１
２・・・ＩＯ８，１３・・・データ・メモリ・システム
、１５・・・コントローラ、１７・・・光ディスク・ド
ライブ、２ｏ・・・レコード・メモリ・ディスク、２２
・・・データ・セクタ、２７・・・０ＤＤＣＢ、２８・
・・ディレクトリ、２９・・・ユーザ・データ、３０・
・・空きスペース、４０・・・アンカー・ベース、４５
・・・ディレクトリ・アンカー・ポインタ、５０・・・
ヘッダ、５２・・・ルート・セグメントの組、７２・・
−サブ・ヘツダ、７４・・・サブ・セグメントの組。 出願人 インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人 弁理士 山 本 仁 朗（外１名） ディレクトリ木Ｈ１造
Claims (1)
- （１）ディレクトリが記憶されるディレクトリのための
アドレス可能なメモリ領域と、該ディレクトリ・メモリ
領域中に記憶された制御データによって識別されるべき
、ファイルをなして配列され、ファイル名によって論理
的にアドレス可能なユーザ・データを記憶するためのア
ドレス・メモリ領域を有するデータ・メモリ媒体であっ
て、 （ａ）相互連結リストによって論理的に連結され、第１
の部分及び第２の部分を有する第１の複数のディレクト
リ・ヘッダ制御ブロックと、 （ｂ）夫々ファイル名によって記述され、ユーザ・デー
タを記憶するための上記アドレス可能メモリ領域のアド
レスによって上記ファイルの各１つを指定する制御デー
タ及びアドレス・データを記憶する所与の複数のディレ
クトリ・セグメントを有する第１の複数のディレクトリ
・セグメントの組とを具備し、 （ｃ）上記ディレクトリ・ヘッダ制御ブロックの上記第
１の部分は上記ディレクトリ・セグメントの組の各１つ
の中の上記ディレクトリ・セグメントの各１つを指定す
るアドレス・ポインタを有して、上記ディレクトリ・ヘ
ッダ制御ブロックの各１つ中のアドレス・ポインタによ
って上記ディレクトリ・セグメントの組中の１つの中の
すべてのセグメントが指定され、 （ｄ）上記ディレクトリ・ヘッダ制御ブロックの各々の
上記第２の部分は同じディレクトリ・ヘッダ制御ブロッ
クの上記第１の部分によって指定されるディレクトリ・
セグメント以外の上記ディレクトリ・セグメントの組の
１つの上記制御データのためのファイル名を有し、これ
によって上記第２の部分が各ディレクトリ・ヘッダ制御
ブロックの第１の部分によって記述されているセグメン
トの組以外のセグメントの組に対するインデックスをな
していることを特徴とするデータ・メモリ媒体。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/030,393 US4827462A (en) | 1987-03-26 | 1987-03-26 | Modular data storage directories for large-capacity data storage units |
| US30393 | 1987-03-26 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63244145A true JPS63244145A (ja) | 1988-10-11 |
| JPH0664548B2 JPH0664548B2 (ja) | 1994-08-22 |
Family
ID=21854007
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63032012A Expired - Lifetime JPH0664548B2 (ja) | 1987-03-26 | 1988-02-16 | ファイル管理装置 |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US4827462A (ja) |
| EP (1) | EP0284037B1 (ja) |
| JP (1) | JPH0664548B2 (ja) |
| BR (1) | BR8801415A (ja) |
| CA (1) | CA1281424C (ja) |
| DE (1) | DE3856090T2 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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