JP2831369B2 - 情報記録再生方式およびシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、情報記録再生方式およびシステムに係り、
特に情報記録媒体の利用効率を向上させ、かつ、情報記
録媒体に対するリード・ライトアクセスの回数を削減し
得る情報記録再生方式およびシステムに関する。

［従来の技術］ 従来、追記型光ディスクメモリ等の情報記録媒体を大
容量ファイルメモリとして利用した方式として、例え
ば、特開昭61−22488号公報に記載のものや、特開昭56
−156936号公報に記載のものが挙げられる。

前者の方式は、追記型光ディスクメモリ上にデータフ
ァイル記録とファイルディレクトリ（データファイルの
管理情報）記録を行なったもので、ファイル単位でのリ
ード・ライトを行なうものである。また、後者の方式
は、追記型光ディスクメモリを新規データ記録領域、更
新データ記録領域、更新データリスト記録領域の各領域
に分割管理し、ブロック単位でファイルのリード・ライ
トを行なうものである。

［発明が解決しようとする課題］ 上記特開昭61−22488号公報に記載の従来技術におい
ては、ファイルディレクトリ記録の内容のうち、データ
ファイルのアドレス情報を示すものとしては、データフ
ァイルの開始アドレスとデータファイルのサイズしかな
く、ファイルの新規登録・更新はシーケンシャルなファ
イル単位で行なわれなければならないという問題があっ
た。

また、上記特開昭56−156936号公報に記載の従来技術
においては、追記型光ディスク上の同一ブロックに更新
データを書込むかわりに、更新データ記録領域にデータ
を書込み、その更新情報を更新データリスト記録領域に
書込むという方式によりブロック単位のファイルアクセ
スを実現しているが、この方式では外部制御システム本
体内に不揮発性メモリを設け、適当な時期を見て更新デ
ータリスト記録を行なっているため、光ディスクメディ
アの交換や電源切断などを常にシステムが監視していな
ければならないという問題が生じた。

［課題を解決するための手段］ 上記した問題を解決するために、本発明では情報記録
媒体をデータファイル記録領域とファイルディレクトリ
記録領域に分割管理し、情報記録媒体上にランダムなブ
ロックとして散在するデータファイルのアドレス情報を
含むファイル管理情報を、ファイルディレクトリ記録領
域の先頭未記録ブロックに記録する。また、このファイ
ルディレクトリ記録領域に記録されたファイルディレク
トリデータを用いて、ランダムアクセスが可能な仮想ブ
ロックデバイスをシステム本体メモリに構築する。ここ
で言う仮想ランダムブロックデバイスは、ファイル検索
を行なうために必要十分な大きさのファイルエントリを
集約したファイルエントリテーブルと、リード・ライト
されるファイルの有するブロックが仮想デバイス上のど
の位置に散在しているのかを示すブロックリンクテーブ
ルと、仮想デバイス上の各ブロックが実際に記録再生を
行なう情報記録媒体のどのアドレスのブロックに相当し
ているのかを示すデータファイルアドレステーブルと
の、３つのテーブルから構成されたものである。

ファイルの記録はすべて仮想デバイスを通して行な
う。データファイルは情報記録媒体のデータファイル記
録領域の先頭未記録ブロックに順次書き出され、情報記
録媒体上に散在するデータファイルのファイル管理情報
はすべて仮想デバイス上で処理され、ファイルがクロー
ズされた時点で該当ファイルの有するすべての管理情報
（仮想デバイスの３つのテーブルデータのうち該当ファ
イルに関係したもの）を集約して、情報記録媒体のファ
イルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロックに記録
する。従って、ファイルディレクトリデータは情報記録
媒体上のファイルアドレス情報のみならず、情報記録媒
体と仮想デバイスとの間のブロックアドレスの対応デー
タをも有するものである。

ファイルの読み出しはすべて仮想デバイスを通して行
なう。ファイルの検索およびファイルの有する任意のブ
ロック情報記録媒体上のアドレス取得はすべて仮想デバ
イス上で処理され、目的のブロックのデータを読み出す
ことができる。

［作 用］ ファイルの記録はすべて仮想デバイスを通して行なわ
れる。仮想デバイスは前述のように３つのテーブル
ブロックリンクテーブル、ファイルエントリテーブ
ル、データファイルアドレステーブルから成り、それ
ぞれは次の様に作用する。

仮想デバイスのブロックリンクテーブルは仮想デバ
イス上におけるファイルが有する各ブロックの結合状態
を表わすだけでなく、これにより仮想デバイスの有する
ブロックの使用／未使用状況を把握することができる。
また、ブロックリンクテーブルの大きさは仮想デバイス
の有する総ブロック数によって決定される。

仮想デバイスのファイルエントリテーブルには、情
報記録媒体に記録されたすべてのファイルの検索情報が
集約してあり、ファイル名の検索の他に、ファイル削
除、ファイル更新中などの状態を示すファイルエントリ
データも設定できる。このファイルエントリテーブルに
対して、ファイル記録の終了を意味するファイルクロー
ズエントリデータを書き込んだ時点で、該当ファイルに
関する３つのデーブル（ブロックリンクテーブル、ファ
イルエントリテーブル、ファイルデータアドレステーブ
ル）のデータを集約し、情報記録媒体のファイルディレ
クトリ記録領域に記録する。また、ファイルエントリテ
ーブルの大きさは仮想デバイスの有するファイルエント
リの総数によって決定される。

仮想デバイスのファイルアドレステーブルは、仮想
デバイスのブロックアドレスと、情報記録媒体のブロッ
クアドレスの対応を記録するテーブルであり、そのアド
レス対応データを更新することによって、実際には情報
記録媒体のデータファイル記録領域の未記録ブロックに
追記されたデータであっても、見かけ上同じブロックで
更新されたように見ることができる。また、ファイルア
ドレステーブルの大きさは仮想デバイスの有する総ブロ
ック数によって決定される。

以上３つのテーブルのイニシャライズは、システム本
体の電源投入時または情報記録媒体の挿入時に行なわ
れ、ファイルの記録などで更新されたテーブルのデータ
はファイルクローズを基準に該当ファイル関係部分のみ
が情報記録媒体に書き込まれるため、すべてのファイル
書き込みが終了した時点からは電源の切断、情報記録媒
体の交換は任意に行なうことができる。また、最終的に
すべてのファイルがクローズされるのならば、同時に複
数のファイルをオープンして任意のファイルの任意のブ
ロックに対するリード・ライトが可能である。

［実施例］ 以下、主として追記型光ディスクメモリに本発明を適
用した実施例について図面により詳細に説明する。

第２図は、本発明が適用される追記型光ディスクシス
テムのシステムブロックを示したブロック図である。

追記型光ディスクシステム20を構成する追記型光ディ
スクメモリ21には、リード・ライト制御部23の制御のも
とに、光ディスクドライブ22によりデータファイルおよ
びそのデータファイルのファイルディレクトリの記録再
生が行なわれる。インタフェイス制御部24は、リード・
ライト制御部23を制御して、追記型光ディスクメモリ21
と外部制御システム25との間におけるデータ転送を行な
う。

第１図（ａ）は、本発明の一実施例における追記型光
ディスクメモリ（情報記録媒体）での記録状態および仮
想デバイスの構造を模式的に示した説明図である。第１
図（ｂ）は各ファイルとそれに含まれるデータとの関係
を示している。

第１図（ａ）に示す様に、光ディスクメモリにおける
記録可能領域の先頭（本実施例では内周側）よりファイ
ルディレクトリ記録領域、データファイル記録領域が構
成されている。各領域は固定長領域であり、各領域に対
する記録は常に先頭未記録ブロックに対して行なわれ
る。

これに対して、仮想ランダムブロックデバイスは、外
部制御システム25内のシステム本体メモリ上に設けられ
たものであり、ファイルディレクトリ記録領域に記録さ
れたファイルディレクトリから構築される。この仮想デ
バイスは、ブロックリンクテーブル、ファイルエントリ
テーブル、データファイルアドレステーブルの３つのテ
ーブルから成る。（本実施例では３つのテーブルを上記
の順に配置しているが、他の順に配置をしても構わな
い。）このうち先頭から２つのテーブル（ブロックリン
クテーブル、ファイルエントリテーブル）は仮想デバイ
スにおけるファイルディレクトリ記録部分であり、ファ
イルエントリテーブルにはファイル名、データファイル
開始ブロックアドレスを含むファイルディレクトリエン
トリデータが、また、ブロックリンクテーブルには仮想
デバイス上でランダムに散在するブロックから成るデー
タファイルのファイルチェインデータが、それぞれ記録
されている。また、最後に置かれたデータファイルアド
レステーブルは仮想デバイスにおけるデータファイル記
録部分であり、仮想デバイスのブロックアドレスと光デ
ィスクメディアのブロックアドレスとの対応が記録され
ている。

以上３つのテーブルを構築するのに用いる光ディスク
メモリのファイルディレクトリデータは、ファイル検索
用のファイルディレクトリエントリデータ（仮想デバイ
スのファイルエントリテーブルに記録されたものと同一
で、ファイル名、データファイル開始ブロックアドレス
などを含むもの）や、光ディスクメモリならびに仮想デ
バイス上に散在して記録されたファイルのファイルブロ
ックチェインデータを含むファイル管理情報から成る。
このファイルディレクトリデータはファイルのクローズ
時に、光ディスクメモリのファイルディレクトリ記録領
域の先頭未記録ブロックに書き込まれる。

従って、ファイルがクローズされるまでは、光ディス
クメモリに対してはデータファイルの追記を行なうだけ
で、ファイル管理情報はすべて仮想デバイス上で処理さ
れるため、同時に複数のファイルをオープンしてランダ
ムにデータファイルの記録を行なったとしても、実際に
光ディスクメモリにアクセスするのは、データファイル
ライトと、ファイルクローズ時のファイルディレクトリ
ライトに限られ、アクセス時間が短縮される。また、複
数のファイルオープンに伴なって必要となるシステム本
体メモリの大きさは、仮想デバイスのサイズによって固
定的に決定され、ファイル数には無関係なので、システ
ム本体メモリを有効に利用することができる。

第３図は、本発明の一実施例に係る第１図における記
録状態を、追記型光ディスク上に適用した説明図であ
る。

第３図において、追記型光ディスクメモリ31は、内周
側記録不可領域32、外周側記録不可領域33、およびそれ
らの領域に挾まれた記録可能領域に分割され、更に記録
可能領域は記録可能領域の最内周から最外周に向かっ
て、ファイルディレクトリ記録領域38とデータファイル
記録領域39の２つの領域に分割されている。どちらの領
域も先頭（本実施例では内周側）からデータの記録が行
なわれ、前者は記録済のファイルディレクトリ群34と、
ファイルディレクトリ未記録領域35を、また後者は記録
済のデータファイル群36と、データファイル未記録領域
37をそれぞれ有している。本実施例では、ファイルディ
レクトリ記録領域38とデータファイル記録領域39の２領
域を固定長で確保してあり、書き込み中にどちらか一方
又は両方の領域に残り未記録領域がなくなって書き込み
が行なえなくなった場合は、ディスクフルエラーのエラ
ー処理を実行し、ライト動作を中断する。以下、ディス
クフルエラーについては考慮せずに実施例を説明する。

以下、実際に動作させる場合の追記型光ディスクシス
テムのシーケンスを、第４図〜第７図に示すフローチャ
ートを用いて説明する。

第４図は電源投入時（起動時）または光ディスクメデ
ィア交換時のシーケンス、すなわちイニシャライズルー
チンのシーケンスを示すフローチャートである。以下第
４図を各ステップ毎に説明する。

ステップ401:仮想ランダムブロックデバイスの初期化を
する。すなわち、ブロックリンクテーブルおよびデータ
ファイルアドレステーブルのデータを全て空白ブロック
を意味するSPACEで埋め、ファイルエントリテーブルの
データを全てエントリなしを意味するno entryで埋め
る。

ステップ402:光ディスクメモリのファイルディレクトリ
記録領域の先頭未読出ブロックから、順次ディレクトリ
データを読み出し、システムバッファに格納する。

ステップ403:システムバッファにディレクトリデータが
格納されていれば、そのデータを用いて仮想デバイスの
構築をするためにステップ404へ移行し、格納されてい
なければすべてのファイル管理情報が仮想デバイスに反
映されたので、ステップ406へ移行し終了する。

ステップ404:システムバッファに格納されたファイルデ
ィレクトリデータのうち、ファイル検索に用いるデータ
（ファイル名、ファイル作成日時、ファイナルサイズ、
ファイル開始ブロックアドレスなど）をファイルエント
リテーブルの先頭空きエントリ領域（no entryのデータ
が入っている領域）に格納する。

ステップ405:上部ファイルディレクトリデータのうち、
データファイルが有するブロックが光ディスクメモリや
仮想デバイス上のどのブロックに散在しているのかを示
すファイルチェインデータを取り出し、仮想デバイス上
でのブロックチェインデータをブロックリンクテーブル
に格納し、仮想デバイスのブロックと光ディスクメモリ
のブロックの対応データをデータファイルアドレステー
ブルに格納する。

ステップ406:終了する。

第５図および第６図は、データファイルをライトする
場合のシーケンスを示すフローチャートである。以下、
第５図および第６図を各ステップ毎に説明する。

ステップ501:仮想デバイスのファイルエントリテーブル
中に、ライトファイル名と同一のファイル名が既にエン
トリされているかどうか検索する。

ステップ502:同一ファイル名のエントリがある場合はフ
ァイルの更新を意味するので、旧ファイルを見かけ上削
除する（仮想デバイス上でエントリを削除する）ために
ステップ503へ移行する。同一名がない場合は、データ
ファイル書込みをするため505へ移行する。

ステップ503:該当するファイルエントリデータから旧フ
ァイルのファイル開始ブロックアドレス取得し、対応す
るブロックリンクテーブルからデータを順次読み出し、
ファイル終了を示すEOF（エンド・オブ・ファイル）デ
ータが読み出されるまでテーブル内容をSPACE（スペー
ス）データで埋めて行く。これによって、旧ファイルが
占めていた仮想デバイス上の全てのブロックが再使用可
能となる。

ステップ504:該当するファイルエントリデータの代わり
にno eytryデータを格納する。これにより、旧ファイル
の占めていたファイルエントリ領域は再使用可能とな
る。

ステップ505:ブロクリンクテーブルのデータを順次読み
出し、SPACEデータが得られたならばそのブロックは書
込み可能であることを示すので、そのブロックを仮想デ
バイスにおけるデータファイルの書込みブロックに設定
する。

ステップ506:光ディスクメモリのデータファイル記録領
域の先頭未記録ブロックにデータファイルを書込む。

ステップ507:ステップ505で設定された仮想デバイスに
おける書込みブロックに対応するデータファイルアドレ
ステーブルのブロックに、実際に光ディスクメモリに書
込んだブロックのアドレスをデータとして格納する。

ステップ508:また未書込みデータファイルがあるならス
テップ509へ移行し、ないのならステップ510へ移行す
る。

ステップ509:ステップ505で設定された仮想デバイスに
おける書込みブロックに対応するブロックリンクテーブ
ルのブロックに、次のSPACEデータを持つブロック番号
をデータとして格納し、ステップ505へ移行する。

ステップ510:すべてのデータファイルの書込みが終了し
たので、ステップ505で設定された仮想デバイスにおけ
る書込みブロックに対応するブロックリンクテーブルの
ブロックに、ファイル終了を示すEOFデータを格納す
る。

ステップ511:ファイルエントリテーブルのデータを順次
読み出し、no entryデータが得られたならばそのエント
リ領域は使用可能なので、ライトしたファイルのファイ
ル名、ファイル開始ブロックアドレスなどのファイルデ
ィレクトリデータを格納する。

ステップ512:ブロックリンクテーブルと、データファイ
ルアドレステーブルから、ライトしたファイルの有する
ブロックのデータを取得し、［仮想デバイスのブロッ
ク，光ディスクメモリのブロック］の連鎖からなるファ
イルチェインデータを作成する。

ステップ513:ステップ511で格納したファイルディレク
トリデータと、ステップ512で作成したファイルチェイ
ンデータとを、光ディスクメモリのファイルディレクト
リ記録領域の先頭未記録ブロックに書込む。

ステップ514:終了する。

第７図は、データファイルをリードする場合のシーケ
ンスを示すフローチャートである。以下、第７図を各ス
テップ毎に説明する。

ステップ701:仮想デバイスのファイルエントリテーブル
をリードし、リードファイル名と同一のファイル名があ
るかどうか検索する。

ステップ702:同一ファイル名があればステップ703へ移
行し、なければステップ707へ移行する。

ステップ703:該当ファイルのファイルディレクトリデー
タから取得できるファイル開始ブロックをリードするブ
ロックとして設定する。

ステップ704:データファイルアドレステーブルの対応ブ
ロックのデータから、光ディスクメモリのブロックアド
レスを取得し、データファイルをリードする。

ステップ705:ブロックリンクテーブルの対応ブロックデ
ータから、チェインされた次のブロックの番号を取得
し、それを次のリードブロックとする。

ステップ706:まだ読み出していないデータファイルがあ
ればステップ704へ移行し、なければステップ708へ移行
する。

ステップ707:該当するファイルがなかったので該当ファ
イルなしというエラー処理を行なう。

ステップ708:終了する。

なお、第４図〜第７図に示した各ルーチンはそれぞれ
一例であり、好ましくは、ファイルディレクトリ記録
領域のデータから固定サイズの仮想デバイスを構成し、
データファイルは上位システムのデータ書込み命令ご
とにデータファイル記録領域に書込み、仮想デバイス
上で更新されたファイルの管理情報をファイルクローズ
時にファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロッ
クに書込むという３点を満足すれば、いかなる手法を用
いてもよい。

第８図（ａ）は、本発明の第２の実施例における追記
型光ディスクメモリでの記録状態を模式的に示したもの
であり、同図（ｂ）はファイルとデータとの関係を示し
たものである。

第８図（ａ）では、ファイルがデータファイルを持つ
ファイルであるのか、一つまたは複数のファイルのファ
イルエントリデータを持つファイルであるのか、を基準
にそれぞれデータファイルとディレクトリを区別するFI
LE,DIRというファイル属性を設定し、これをファイルデ
ィレクトリデータに与えることによってディレクトリの
階層構造を構成している。この階層構造の最上層をルー
トディレクトリと呼び、それより下の層をサブディレク
トリと呼ぶことにする。

サブディレクトリの中にファイルを記録するために
は、あらかじめサブディレクトリを作成しておかねばな
らない。サブディレクトリはそのファイル属性としてDI
Rデータを持っているという点を除けは通常のデータフ
ァイルと同じシーケンスでリード・ライトが行なえる。
ただし、そのデータファイルはファイルエントリテーブ
ルと同形式の仕様で書かれたファイルディレクトリエン
トリデータでなければならない。また、サブディレクト
リを新規作成する場合のデータファイルはすべてno ent
ryデータで埋めておく必要がある。

これに対しルートディレクトリはファイルエントリテ
ーブルの事を指し、イニシャライズの時に自動的に作成
される。

ルートディレクトリに直接含まれるファイルはイニシ
ャライズ時にファイルエントリテーブルを構成するのに
必要である。一方、サブディレクトリに含まれるファイ
ルはファイルエントリテーブルの構成には無関係なの
で、光ディスクメモリのファイルディレクトリ記録領域
に記録されるファイルディレクトリデータには、ルート
ディレクトリのファイルかサブディレクトリのファイル
かを区別するROOT,SUBというファイル属性を与える。ま
た、データファイルアドレステーブルにも、書込まれる
データファイルが通常のデータファイルなのか、ディレ
クトリエントリデータなのかが区別できるようにDIR,FI
LEの属性を与える。

以下、階層ディレクトリを用いた場合の追記型光ディ
スクシステムのシーケンスを第９図〜第15図のフローチ
ャートを用いて説明する。

第９図は電源投入時または光ディスクメモリ交換時の
シーケンスすなわちイニシャライズ時のシーケンスを示
すフローチャートである。以下、第９図を各ステップご
とに説明する。

ステップ901:仮想ランダムブロックデバイスを初期化す
る。すなわちブロックリンクテーブルとデータファイル
アドレステーブルのデータをすべてSPACEで埋め、ファ
イルエントリテーブルのデータをすべてno entryで埋め
る。

ステップ902:ファイルディレクトリ記録領域の未読み出
しデータを順次読み出し、システム本体のバッファに格
納する。

ステップ903:バッファの中にファイルディレクトリエン
トリデータがあればステップ904へ移行しなければステ
ップ908へ移行する。

ステップ904:バッファの中のファイルディレクトリエン
トリデータのファイル属性にSUBがあればステップ906へ
移行しなければステップ905へ移行する。

ステップ905:ファイル属性はROOTであり、ファイルエン
トリテーブルを構築する必要があるので、ファイルディ
レクトリエントリデータの中からファイル名、ファイル
開始ブロック、ファイル属性（FILEかDIRかという属
性）を含むディレクトリエントリデータをファイルエン
トリテーブルの先頭空きエントリ領域に格納する。

ステップ906:ファイルディレクトリエントリデータのう
ち、ファイルチェインデータを取り出しブロックリンク
テーブルを構築する。

ステップ907:ファイルディレクトリエントリデータのう
ち、ファイルチェインデータを取り出しファイル属性
（FILEまたはDIR）を付加してデータファイルブロック
テーブルを構築し、ステップ902へ移行する。

ステップ908:終了する。

次に、ファイルのリード・ライトのシーケンスについ
て説明を行なうが、その時のファイル名の指定方法は次
の形式をとるものとする。

＼SUB1＼SUB2＼…＼SUBN＼FILE1 ＼（バックスラッシュ）はディレクトリ名またはファ
イル名の区切を示すセパレータであり、SUB1,SUB2,…,S
UBNはそれぞれサブディレクトリ名を、FILE1はファイル
名を示す。ここで、 ＼SUB1＼SUB2＼…＼SUBN の部分をパス名部分と呼び、 ＼FILE1 の部分をファイル名部分と呼ぶことにする。

ファイルのリード・ライトにおいては該当ファイルの
検索をするためにパス名部分をひとつひとつ検索して行
くことになる。

第10図〜第12図はデータファイルをリードする場合の
シーケンスを示すフローチャートである。この中で「単
層ファイルリードサブルーチン」というルーチンがある
が、これは与えられた検索対象バッファから、与えられ
たリードファイル名のファイルを探し出しデータファイ
ルを読み出すルーチンである。パス名部分をひとつひと
つのサブディレクトリ名で分割して検索して行く時など
にこのルーチンを利用している。

第10図〜第11図を各ステップ毎に説明する。

ステップ1001:仮想デバイスのファイルエントリテーブ
ルをファイル名検索対象バッファに設定する。

ステップ1002:リードファイル名にパス名部分があれば
ステップ1003へ移行しなければパス名部分の解析が終了
したことを意味するので、目的とするファイルのリード
を行なうためステップ1008へ移行する。

ステップ1003:パス名部分のうち、先頭パス名（バック
スラッシュにディレクトリ名をつけたもの）を仮のリー
ドファイル名に設定する。

ステップ1004:パス名部分から先頭パス名を削除する。

ステップ1005:すでに設定された検索対象バッファと仮
のリードファイル名を引数として単層ファイルリードサ
ブルーチン（詳細は第12図の説明を参照）を実行し、エ
ラーの有無、データファイルをバッファに取得する。

ステップ1006:ステップ1005で実行したサブルーチンが
エラーを返して来たならば該当するパス名がなかった事
を意味するので、エラー処理をするためステップ1012へ
移行する。

ステップ1007:ステップ1005のサブルーチンで得られた
バッファの内容は、パス名の持つファイルディレクトリ
エントリデータ群であるので、これを新たにファイル名
検索対象バッファに設定し、ステップ1002へ移行する。

ステップ1008:パス名部分の解析がすべて終了したの
で、ファイル名部分をリードファイル名に設定する。

ステップ1009:すでに設定された検索対象バッファとリ
ードファイル名を引数として単層ファイルリードルーチ
ンを実行する。

ステップ1010:ステップ1009のサブルーチン実行でエラ
ーがあればステップ1012へ移行し、なければステップ10
11へ移行する。

ステップ1011:ステップ1009のサブルーチンで得られた
バッファの内容が目的とするファイルのデータファイル
であるので、これを読み出したデータファイルとする。

ステップ1012:指定ファイル名のうち、パス名部分また
はファイル名部分の解析中に該当する名称が存在しなか
ったので、まとめて該当ファイルなしのエラー処理を行
なう。

ステップ1013:終了する。

第12図は、第10図〜第11図で使用する単層ディレクト
リのファイルをリードするサブルーチンシーケンスであ
る。

第12図を各ステップ毎に説明する。

ステップ1201:検索対象バッファの中からリードファイ
ル名を検索する。

ステップ1202:該当するファイル名があればステップ120
3へ、なければステップ1207へ移行する。

ステップ1203:該当するファイルのファイルディレクト
リデータから得られたファイル開始ブロックを、リード
するブロックに設定する。

ステップ1204:データファイルアドレステーブルの対応
ブロックのデータから、光ディスクメモリのブロックア
ドレスを取得し、データファイルをリードする。

ステップ1205:ブロックリンクテーブルの対応ブロック
データから、チェインされた次のブロックの番号を取得
し、それを次のリードブロックに設定する。

ステップ1206:まだ読み出していないデータファイルが
あればステップ1204へ移行し、なければステップ1208へ
移行する。

ステップ1207:該当するファイルがなかったので該当フ
ァイルなしというエラー処理を行なう。

ステップ1208:終了する。

次にファイルライトのシーケンスについて説明をする
が、ルートディレクトリにおけるファイルライトは第５
図、第６図に示したものと同じなのでここでは省略す
る。よって、サブディレクトリにおけるファイルライト
のシーケンスのみを第13図〜第15図で、各ステップ毎に
説明する。

ステップ1301:ライトファイル名のうち、パス名部分を
仮のリードファイル名に設定する。

ステップ1302:ステップ1301で設定した仮のリードファ
イル名を用いて、第10図〜第12図で示したファイルリー
ドルーチンをサブルーチンコールする。

ステップ1303:該当ファイルなしのエラーが返って来た
ら、パス名部分が存在しないことを意味するので、ステ
ップ1307へ移行する。エラーがなければステップ1304へ
移行する。

ステップ1304:リードしたパス名部分のデータファイル
をファイル検索対象バッファに設定する。

ステップ1305:検索対象バッファにおいて、ライトファ
イルのファイル名部分の検索を行なう。

ステップ1306:同一ファイル名があればステップ1308へ
移行し、なければステップ1310へ移行する。

ステップ1307:該当パス名なしのエラー処理を行なう。

ステップ1308:該当するファイル名の対応するブロック
リンクテーブルのブロックデータをすべてSPACEで埋め
る。

ステップ1309:検索対象バッファから、該当ファイルの
エントリを消去し、no entryデータにする。

ステップ1310:ブロックリンクテーブルの中で、SPACEデ
ータを持つ先頭ブロックを探し、それを書込みブロック
に設定する。

ステップ1311:データファイル記録領域の先頭未記録ブ
ロックにデータファイルを書込む。

ステップ1312:データファイルアドレステーブルの対応
するブロックに、ステップ1311で書込んだ光ディスクメ
モリのブロックアドレスを格納する。

ステップ1313:まだ未書込みデータファイルがあるのな
らステップ1314へ移行し、ないのならステップ1315へ移
行する。

ステップ1314:ブロックリンクテーブルの対応するブロ
ックに、次のSPACEデータを持つブロック番号をデータ
として格納し、ステップ1310へ移行する。

ステップ1315:ブロックリンクテーブルの対応するブロ
ックにEOFを格納する。

ステップ1316:検索対象バッファの先頭no entry領域に
ライトしたファイルのディレクトリエントリデータを格
納し、それをデータファイル記録領域の先頭未記録ブロ
ックに書込む。

ステップ1317:検索対象バッファのデータを読み出して
来たブロックに対応するデータファイルアドレステーブ
ルのデータを、ステップ1316で書込んだ光ディスクメモ
リのブロックアドレスに設定する。

ステップ1318:ブロックリンクテーブルとデータファイ
ルアドレステーブルから、ライトしたデータファイルの
ファイルチェインデータを作成する。

ステップ1319:ステップ1316で書込んだファイルディレ
クトリエントリデータとステップ1318で作成したファイ
ルチェインデータに、SUBという属性（サブディレクト
リで作られたファイルという意味）を付加して、ファイ
ルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロックに書込
む。

ステップ1320:検索対象バッファのデータを読み出した
ブロックを有するファイル（パス名部分の最後尾のパス
名で表わされるファイル）のファイルディレクトリエン
トリとファイルチェインデータを作成する。

ステップ1321:ステップ1320で作成したデータにDIRとい
う属性（サブディレクトリファイルを示す）を付加し
て、ファイルディレクトリ記録領域の先頭未記録ブロッ
クに書込む。

ステップ1322:終了する。

この実施例によれば、ファイルを階層構造で管理する
ことができるので、同一名のファイルであっても異なる
階層で同時に管理することが可能になる。

以上、階層ディレクトリ構造の識別に、ROOT/SUB,FIL
E/DIRという属性を与え、前者はイニジャライズ時に、
後者はファイルエントリデータとデータファイルアドレ
ステーブルの作成時に、それぞれ用いたが、DIRという
属性を持つブロックに直接データを書込んだ時を基準に
ファイルディレクトリ記録領域への記録を行なうことに
してもよい。このようにすれば、ファイル・仮想デバイ
ス間のデータ交換と、仮想デバイス・光ディスクメモリ
間のデータ交換の２つのシステムインタフェイスが完全
に分離可能で、より効率の良いシステムが設計できる。

第16図は、本発明の第３の実施例における追記型光デ
ィスクメモリでの記録状態を模式的に示した図である。

光ディスクメモリは大容量メモリであるため、その全
容量に対して任意にアクセスするには非常に多くのブロ
ックテーブルが必要となり、仮想デバイスがシステム本
体メモリを占める割合が大きくなってしまう。ここでは
光ディスクメモリに対してリード・ライトが可能な最小
サイズのブロックをセクタと呼び、複数のセクタの集め
たものを改めてブロック（例えば１ブロック＝32セクタ
などとしたもの）と呼ぶことにする。

光ディスクメモリに対してはセクタ単位でリード・ラ
イトが可能で、仮想デバイスがブロック単位でリード・
ライトが可能ならば、大容量光ディスクメモリを効率よ
く管理することができる。

第16図では、仮想ブロックの有するセクタアドレスデ
ータ列（光ディスクメモリ上での対応セクタのアドレス
並び）がシーケンシャル列であるかランダム列であるか
を基準として、そのブロックに対して、それぞれSEQ,RA
Nという属性を与え、データファイルアドレステーブル
の各ブロックデータに格納している。

ファイルライトで使用中のブロックのセクタアドレス
データ列はブロックストラクチャテーブルというシステ
ム本体内のバッファに格納され、ファイルのクローズ時
にそのテーブル内の構造をデータファイルアドレステー
ブルに変換し、光ディスクメモリに記録する。その変換
とは、シーケンシャル列の場合はSEQの属性と先頭アド
レスとをデータアドレステーブルデータとして格納し、
ランダム列の場合はデータファイル記録領域の先頭未記
録セクタにテーブルの内容（ランダムセクタアドレスデ
ータ列）を記録し、RANの属性とその光ディスクメモリ
に記録したアドレスとをデータアドレステーブルデータ
として格納するという作業である。シーケンシャルファ
イルついては先頭アドレスとともに、その使用セクタ数
もデータファイルアドレステーブルに格納してもよい。
この変換終了後は第１図に示すファイルチェインデータ
としてSEQ,RANの属性データ付きで利用できる。

以上の様にして、データファイルはセクタ単位で光デ
ィスクメモリに記録しながら、仮想デバイスの大きさは
ブロック数によってのみ決定されるので、システム本体
メモリにかかる負担が低減する。

また、データファイルのリード時にはデータファイル
アドレステーブルの該当ブロックデータからブロックス
トラクチャテーブルに逆変換すれば第１図におけるリー
ドのシーケンスと同様にしてデータファイルが得られ
る。

また、イニシャライズのシーケンスについてはファイ
ルチェインデータにSEQ,RANの属性が付加されている点
を除けば、全く第１図のシーケンスと同様に行なうこと
ができる。

第17図〜第18図はデータファイルをライトする場合の
シーケンスを示すフローチャートである。第17図〜第18
図を各ステップ毎に説明する。

ステップ1701:仮想デバイスのファイルエントリテーブ
ル中に、ライトファイル名と同一のファイル名が既にエ
ントリされているかどうか検索する。

ステップ1702:同一ファイル名のエントリがある場合は
ステップ1703へ移行しない場合はステップ1705へ移行す
る。

ステップ1703:該当するファイルエントリデータから旧
ファイルのファイル開始ブロックを取得し、対応するブ
ロックリンクテーブルのデータをSPACEで埋める。

ステップ1704:該当する旧ファイルエントリを消去し、n
o entryを格納する。

ステップ1705:ブロックリンクテーブルの中で先頭のSPA
CEブロックを書込みブロックに設定する。

ステップ1706:光ディスクメモリのデータファイル記録
領域の先頭未記録セクタにデータファイルを書込む。

ステップ1707:ステップ1705で設定された仮想デバイス
における書込みブロックに対応するブロックストラクチ
ャテーブルの先頭SPACEセクタに、ステップ1706で実際
に書込んだセクタアドレスをデータとして格納する。

ステップ1708:まだ未書込みデータファイルがあればス
テップ1709へ移行し、なければステップ1711へ移行す
る。

スッテプ1709:ステップ1705で設定された仮想デバイス
における書込みブロックに対応するブロックストラクチ
ャテーブルにSPACEセクタがあればステップ1706へ移行
し、なければステップ1710へ移行する。

ステップ1710:ステップ1705で設定された仮想デバイス
における書込みブロックに対応するブロックリンクテー
ブルに、次のSPACEデータを持つブロック番号をデータ
として格納し、ステップ1705へ移行する。

ステップ1711:ステップ1705で設定された仮想デバイス
における書込みブロックに対応するブロックリンクテー
ブルにEOFを格納する。

ステップ1712:該当ファイルのライトに関して作成され
たブロックストラクチャテーブルを変換し、データファ
イルアドレステーブルに格納する。

ステップ1713:ファイルエントリテーブルの先頭no entr
y領域にファイルディレクトリエントリデータを格納す
る。

ステップ1714:ブロックリンクテーブルとデータファイ
ルアドレステーブルから、該当ファイルのファイルチェ
インデータを作成する。

ステップ1715:ステップ1713で格納したファイルディレ
クトリエントリデータと、ステップ1714で作成したファ
イルチェインデータを光ディスクメモリのファイルディ
レクトリ記録領域の先頭未記録ブロックに書込む。

ステップ1716:終了する。

第19図は、データファイルをリードする場合のシーケ
ンスを示すフローチャートである。第19図を各ステップ
毎に説明する。

ステップ1901:仮想デバイスのファイルエントリテーブ
ルにリードファイル名と同一のファイル名があるかどう
か検索する。

ステップ1902:同一ファイル名があればステップ1903へ
移行しなければステップ1904へ移行する。

ステップ1903:該当ファイルのファイルディレクトリデ
ータから得られたファイル開始ブロックをリードするブ
ロックに設定する。

ステップ1904:該当するファイルがないので、該当ファ
イルなしというエラー処理を行なう。

ステップ1905:リードするブロックのデータファイルア
ドレステーブルをブロックストラクチャテーブルに逆変
換する。

ステップ1906:順次リードセクタに対応する光ディスク
メモリのデータファイルをリードする。

ステップ1907:まだリードしていないデータファイルが
あるならステップ1908へ移行しないならステップ1910へ
移行する。

ステップ1908:リードブロックにまだ読み出していない
セクタがあればステップ1906へ移行しなければステップ
1909へ移行する。

ステップ1909:ブロックリンクテーブルの対応ブロック
データから、チェインされた次のブロック番号を取得
し、それを次のリードブロックに設定する。

ステップ1910:終了する。

イニシャライズについては第１図と同じなのでここで
は省略する。

以上、オープンされた複数のファイルに対してセクタ
単位でリード・ライトが可能なので、複数項目のデータ
ロギングなどに有効となる。

第20図は、本発明の第４の実施例における追記型光デ
ィスクメモリでの記録状態を模式的に示した図である。

第20図において、ファイルが削除された場合は対応す
るブロックリンクテーブルとデータファイルアドレステ
ーブルのデータをすべてSPACEで埋めたものをファイル
チェインデータとし、ファイルエントリテーブルの該当
ファイルを削除することを示すDELETEという属性をファ
イルディレクトリエントリに付加し、このファイルディ
レクトリエントリデータと、上記ファイルチェインデー
タをファイルディレクトリ記録領域に記録する。イニシ
ャライズのシーケンスではDELETE属性を持つデータの場
合はファイルエントリテーブルの該当ファイル名を消去
してno entryを格納する。

第21図は、データファイルをデリート（消去）する場
合のシーケンスを示すフローチャートである。第21図
を、各ステップ毎に説明する。

ステップ2101:仮想デバイスのファイルエントリテーブ
ル中に、ライトファイル名と同一のファイル名が既にエ
ントリされているかどうか検索する。

ステップ2102:同一ファイル名のエントリがある場合は
ステップ2103へ移行しない場合はステップ2104へ移行す
る。

ステップ2103:該当するファイルエントリデータから削
除するファイルのファイル開始ブロックを取得し、対応
するブロックリンクテーブルのデータをSPACEで埋め
る。

ステップ2104:該当するファイルが存在しないので、該
当ファイルなしのエラー処理を行なう。

ステップ2105:該当するファイルエントリデータを消去
し、no entryを格納する。

ステップ2106:ブロックリンクテーブルから、削除され
たファイルに関係するブロックのデータ（すべてSPACE
データとなっている）を取得し、ファイルチェインデー
タを作成する。

ステップ2107:削除したファイルのファイル名、削除日
時、ファイル削除開始ブロックなどを含むファイル検索
情報に削除を示すDELETE属性を付加してファイルディレ
クトリエントリデータを作成する。

ステップ2108:ステップ2106で作成したファイルチェイ
ンデータとステップ2107で作成したファイルディレクト
リエントリデータを、光ディスクメモリのファイルディ
レクトリ記録領域の先頭未記録ブロックに書込む。

ステップ2109:終了する。

以上の様にしてファイルが削除されると、仮想デバイ
スからは見かけ上ファイルが削除された様に見えるが、
DELETE属性の付加されていないディレクトリエントリが
光ディスクのファイルディレクトリ記録領域に記録され
ているので、完全に元のファイルを復旧させることは可
能である。

第22図は、本発明の他の実施例における消去可能型光
ディスクメモリでの記録状態を模式的に示した図であ
る。

消去可能型光ディスクメモリにおいても追記型光ディ
スクメモリの実施例がそのまま適用できるのは自明であ
るが、消去可能型光ディスクメモリでは必要のなくなっ
たデータファイルを消去して同じブロックに新しいデー
タファイルを書込むことができるので、仮想デバイスの
データファイルアドレステーブルと光ディスクメモリの
データファイル記録領域のブロックを１対１に対応させ
ることができる。

この場合、ファイルライトでデータファイルの記録は
データファイル記録領域の対応ブロックアドレスに対し
て行なうようにすれば、追記型光ディスクメモリのファ
イルライトと同じシーケンスとなる。リードのシーケン
スとイニシャライズのシーケンスは追記型光ディスクメ
モリの実施例と同じである。

これよって、消去可能型光ディスクメモリの場合で
も、ファイル検索やファイル管理情報の書込みなどが仮
想デバイス上で処理され、実際に光ディスクメモリにア
クセスするのはデータファイルのリード・ライトと、フ
ァイルクローズ時のディレクトリデータの書込みに限ら
れ、高速なデータファイルの入出力が実現できる。

以上の実施例において、追記型光ディスクメモリを前
提としたものを、消去可能型光ディスクメモリ、時期デ
ィスクメディア、磁気テープメディアに適用することは
可能であり、また消去可能型光ディスクメモリを前提と
したものを、磁気ディスクメディア、磁気テープメディ
アに適用することも可能である。

［発明の効果］ 以上説明した様に、本発明によれば、システム本体メ
モリに設けられたランダムアクセスが可能な仮想ブロッ
クデバイスを通してすべてのファイルがアクセスされる
ので、同時に複数のファイルをオープンすることがで
き、ファイルの有する任意のブロックに対してリード・
ライトをすることができるようになる。

また、ファイルの管理情報がすべて仮想デバイス上で
処理され、ファイルのクローズ時にそのファイルに関係
した仮想デバイスのテーブルが光ディスクメモリに記録
されるため、実際に光ディスクメモリにアクセスする回
数を低減でき、ファイルのメモリ消費効率も記録・再生
速度も向上させることができる。ファイルクローズを基
準にファイルのすべての管理情報が光ディスクに反映さ
れ、逆に電源投入時またはディスク交換時には光ディス
クから仮想デバイスが初期化できるので、システム本体
は電源のオン／オフやディスク交換を常に統制下に置く
ような必要はなくなる。

また、光ディスクメモリのファイルディレクトリ記録
領域の個々のファイルディレクトリデータは、光ディス
クメモリ上のアドレス情報を含んでいるので、特に、追
記型情報記録媒体では更新された旧ファイルを完全に復
元して読み出すことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図、第３図、第８図、第16図、第20図、第22図は、
本発明の実施例における追記型光ディスクメモリの情報
記録状態を示す説明図、第２図は本発明が適用される追
記型光ディスクシステムのシステムブロック図、第４図
〜第７図、第９図〜第15図、第17図〜第19図、第21図
は、各実施例においてデータを記録再生するシーケンス
を示すフローチャートである。 20……追記型光ディスクシステム、 21……追記型光ディスクメモリ、 22……光ディスクドライブ、 23……リード・ライト制御部、 24……インタフェイス制御部、 25……外部制御システム、 31……追記型光ディスクメモリ、 32……内周記録不可領域、 33……外周記録不可領域、 34……記録済ファイルディレクトリ、 35……ファイルディレクトリ領域（未記録）、 36……記録済データファイル、 37……データファイル領域（未記録）。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 竹内 崇 神奈川県横浜市戸塚区吉田町292番地 株式会社日立製作所家電研究所内 (56)参考文献 特開 平１−116819（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−26533（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 3/06 G06F 3/08 G06F 12/00 G11B 27/10

Claims (11)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】情報記録媒体と、ブロック単位でランダム
   ・リードライトアクセスが可能な仮想ランダムブロック
   デバイスを格納するメモリとを備え、前記仮想ランダム
   ブロックデバイスを介して前記情報記録媒体にファイル
   を記録し、その再生を行う情報記録再生方式であって、 前記仮想ランダムブロックデバイスは、ファイルエント
   リテーブルと、ブロックリンクテーブルと、データファ
   イルアドレステーブルとを有するものであり、 前記情報記録媒体にデータファイルを記録したときに、
   当該データファイルの前記仮想ランダムブロックデバイ
   ス上での開始ブロックアドレスと、当該データファイル
   が前記仮想ランダムブロックデバイス上のどのブロック
   に散在しているのかを示すデータとを、それぞれ前記フ
   ァイルエントリテーブルおよびブロックリンクテーブル
   に登録するとともに、当該データファイルに割り当てら
   れた前記仮想ランダムブロックデバイス上のアドレスと
   当該データファイルが記録された前記情報記録媒体のア
   ドレスとの対応関係を、前記データファイルアドレステ
   ーブルに登録し、 前記情報記録媒体に記録したデータファイルの読み出し
   は、前記ファイルエントリテーブルおよびブロックリン
   クテーブルを参照して、当該データファイルを構成する
   ブロック各々を特定するとともに、特定したブロック各
   々の前記仮想ランダムブロックデバイス上でのアドレス
   に対応する前記情報記録媒体のアドレスを、前記ファイ
   ルアドレステーブルから検索することで行う ことを特徴とする情報記録再生方式。
2. 【請求項２】請求項１記載の情報記録再生方式であっ
   て、 前記情報記録媒体は、データファイルを記録するデータ
   ファイル記録領域と、ファイルディレクトリを記録する
   ファイルディレクトリ記録領域とを有するものであり、 前記データファイル記録領域へのデータファイルの記録
   後、当該データファイルについてのファイルエントリデ
   ータ、ファイルブロックチェインデータ、および、前記
   仮想ランダムブロックデバイス及び前記情報記録媒体間
   のアドレス対応情報を、前記ファイルディレクトリ記録
   領域に記録する ことを特徴とする情報記録再生方式。
3. 【請求項３】請求項２記載の情報記録再生方式であっ
   て、 当該情報記録再生方式が適用されたシステムの電源投入
   時に、前記情報記録媒体のファイルディレクトリ記録領
   域の記録内容に基づいて、前記仮想ランダムブロックデ
   バイスのファイルエントリテーブル、ブロックリンクテ
   ーブル、およびデータファイルアドレステーブルの内容
   を再現し格納する ことを特徴とする情報記録再生方式。
4. 【請求項４】請求項２記載の情報記録再生方式であっ
   て、 前記ファイルディレクトリ記録領域に記録する前記アド
   レス対応情報に、ファイルの階層ディレクトリ構造を示
   す属性を付加した ことを特徴とする情報記録再生方式。
5. 【請求項５】請求項４記載の情報記録再生方式であっ
   て、 前記属性は、前記ファイルが通常のデータファイルであ
   るか、あるいはファイルディレクトリをデータファイル
   とするディレクトリファイルであるかを識別するための
   ファイル属性である ことを特徴とする情報記録再生方式。
6. 【請求項６】請求項４または５記載の情報記録再生方式
   であって、 前記属性は、前記ファイルが階層ディレクトリのどの階
   層に位置するファイルであるかを識別するためのファイ
   ル属性である ことを特徴とする情報記録再生方式。
7. 【請求項７】請求項２記載の情報記録再生方式であっ
   て、 前記仮想ランダムブロックデバイスにおけるブロック
   は、前記情報記録媒体に記録再生可能な最小単位である
   セクタを複数個集めたものである ことを特徴とする情報記録再生方式。
8. 【請求項８】請求項１記載の情報記録再生方式であっ
   て、 前記データファイルを削除するときに、前記ファイルエ
   ントリテーブルおよびブロックリンクテーブルに各々登
   録された当該データファイルについての情報に削除した
   ファイルであることを示す属性を付加したものと、当該
   削除により再利用可能となったブロックについての前記
   アドレス対応情報とを、前記ファイルディレクトリ記録
   領域に記録する ことを特徴とする情報記録再生方式。
9. 【請求項９】データファイルを任意のブロックに書換可
   能に記録するデータファイル記憶領域および当該データ
   ファイルのファイルディレクトリを記録するファイルデ
   ィレクトリ記録領域を有する情報記録媒体と、ブロック
   単位でランダム・リードライトアクセスが可能な仮想ラ
   ンダムブロックデバイスを格納するメモリとを備え、前
   記仮想ランダムブロックデバイスを介して前記情報記録
   媒体にファイルを記録し、その再生を行う情報記録再生
   方式であって、 前記仮想ランダムブロックデバイスは、ファイルエント
   リテーブルと、ブロックリンクテーブルと、データファ
   イルアドレステーブルとを有するものであり、 前記情報記録媒体のデータファイル記録領域にデータフ
   ァイルを記録したときに、当該データファイルの前記仮
   想ランダムブロックデバイス上での開始ブロックアドレ
   スと、当該データファイルが前記仮想ランダムブロック
   デバイス上のどのブロックに散在しているのかを示すデ
   ータとを、それぞれ前記ファイルエントリテーブルおよ
   びブロックリンクテーブルに登録するとともに、当該デ
   ータファイルに割り当てられた前記仮想ランダムブロッ
   クデバイス上のアドレスと当該データファイルが記録さ
   れた前記情報記録媒体のアドレスとの対応関係を、前記
   データファイルアドレステーブルに登録し、 さらに、当該データファイルのファイルディレクトリデ
   ータ、ファイルブロックチェインデータ、および前記仮
   想ランダムブロックデバイス及び前記情報記録媒体間の
   アドレス対応情報を含むファイル管理情報を、前記情報
   記録媒体のファイルディレクトリ記録領域に記録し、 前記情報記録媒体に記録したデータファイルの読み出し
   は、前記ファイルエントリテーブルおよびブロックリン
   クテーブルを参照して、当該データファイルの構成する
   ブロック各々を特定するとともに、特定したブロック各
   々の前記仮想ランダムブロックデバイス上でのアドレス
   に対応する前記情報記録媒体のアドレスを、前記ファイ
   ルアドレステーブルから検索することで行う ことを特徴とする情報記録再生方式。
10. 【請求項１０】情報記録媒体と、プロック単位でランダ
    ム・リードライトアクセスが可能な仮想ランダムブロッ
    クデバイスを格納するメモリとを備え、前記仮想ランダ
    ムブロックデバイスを介して前記情報記録媒体にファイ
    ルを記録し、その再生を行う情報記録再生システムであ
    って、 前記仮想ランダムブロックデバイスは、ファイルエント
    リテーブルと、ブロックリンクテーブルと、データファ
    イルアドレステーブルとを有するものであり、 前記情報記録媒体にデータファイルを記録したときに、
    当該データファイルの前記仮想ランダムブロックデバイ
    ス上での開始ブロックアドレスと、当該データファイル
    が前記仮想ランダムブロックデバイス上のどのブロック
    に散在しているのかを示すデータとを、それぞれ前記フ
    ァイルエントリテーブルおよびブロックリンクテーブル
    に登録するとともに、当該データファイルに割り当てら
    れた前記仮想ランダムブロックデバイス上のアドレスと
    当該データファイルが記録された前記情報記録媒体のア
    ドレスとの対応関係を、前記データファイルアドレステ
    ーブルに登録する手段と、 前記ファイルエントリテーブルおよびブロックリンクテ
    ーブルを参照して、データファイルを構成するブロック
    各々を特定するとともに、特定したブロック各々の前記
    仮想ランダムブロックデバイス上でのアドレスに対応す
    る前記情報記録媒体のアドレスを前記ファイルアドレス
    テーブルから検索することで、前記情報記録媒体に記録
    した当該データファイルの読み出しを行う手段と、 を備えていることを特徴とする情報記録再生システム。
11. 【請求項１１】請求項10記載の情報記録再生システムで
    あって、 前記情報記録媒体は、データファイルを記録するデータ
    ファイル記録領域と、ファイルディレクトリを記録する
    ファイルディレクトリ記録領域とを有するものであり、 前記データファイル記録領域に記録したデータファイル
    についてのファイルエントリデータ、ファイルブロック
    チェインデータ、および、前記仮想ランダムブロックデ
    バイス及び前記情報記録媒体間のアドレス対応情報を、
    前記ファイルディレクトリ記録領域に記録する手段を さらに備えることを特徴とする情報記録再生システム。