JPH04505979A - 圧縮データ・アクセス - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 ｍ−・ア　セス 本発明は、圧縮データへのアクセスを改善するやり方で、テープへの記憶のため 、ユーザ・データを圧縮する方法に関する。 ホストからデータが到達したとき、それをテープに書き込む前に圧縮してテープ 記憶容量を増大させるために、データ圧縮能力を有するテープ・ドライブ（ＤＣ ドライブ）を備えることが知られている。ＤＣドライブは、テープから圧縮デー タを読み取り、ホストに送る前にデータを復元する（ｄｅｃｏａ＋ｐｒｅｓｓ） こともできる。ホストは、また、ユーザ・データのソフトウェア圧縮および／ま たは復元をすることもできる。 ２つ以上のタイプのデータ圧縮がある。例えば、指定レコード、ファイルなどの 分離マークをデータストリームから除去して、該マークの位置に関する情報をイ ンデックスに記憶することにより、ユーザ・データを効率的に圧縮する。別の全 く異なるアプローチでは、データの冗長性を除去することにより、例えば、ユー ザ・データ・ワードを、元のデータを回復することのできるコード・ワードまた は記号と置き換えることにより、ユーザ・データを圧縮する。用語“データ圧縮 “または略号ＤＣを用いるとき、本書で言及されるのは後者のタイプである。 データを圧縮するための幾つかの異なるアルゴリズムが知られている。あるアプ ローチでは、データを圧縮するときに動的に作成される辞書（ｄｉｃｔｉｏｎａ ｒｙ）を用いて、ユーザ・データをコード・ワードに変換する。辞書は、復元中 に、再び動的に、再生成される。このアプローチヲ用イルアルコリスムハ、ＬＥ ＭＰＥＬ　ＺＩＶ　ＷＥＬＣＨフルゴリズムまたはＬＺＷアルゴリズムである。 データ圧縮中、ＬＺＷアルゴリズムに従って動作するＤＣドライブは、新しい辞 書がいつスタートされるか（ＲＥＳＥＴコード・ワード）、およびデータがいつ フラッシュされるか、すなわち、バッファに保持された、圧縮を待つ小量のデー タが、それ以上の入力データが該バッファに送られる前にいつ送られるか（ＦＬ ＵＳＨコード・ワード）を示すコード・ワードをデータストリームに挿入する。 ＬＺＷアルゴリズムを用いて、テープ上の圧縮データの一部の復元を達成するた め、関連辞書を再生成することができるようにするのにＲＥＳＥＴコード・ワー ドから復元を開始することが必要である。一般に、新しい辞書を、データの便宜 的なポイント、例えばレコードのはじめにおいてスタートすることができるよう に、新しい辞書を始める前にＦＬＵＳＨ操作が行われる。 データ圧縮の別のアプローチでは、選択された量の最新非圧縮データストリーム （′　ヒストリ・バッファ°または′スライディング・ウィンドウ゛または゛ス ライディング辞書゛と呼ばれる）を参照し、ヒストリ・バッファに現れる入力デ ータストリームの項目を、ヒストリ・バッファの中のどこに位置するのかを示す コード・ワード／トークンと置き換える。このアプローチは、第−Ｌｅｍｐｅｌ 　ＺｉｖアルゴリズムまたはＬＺＩとして知られている。復元中に、ヒストリ・ バッファも参照され、コード・ワード／トークンに遭遇すると、ヒストリ・バッ ファからの関連ストリングが置き換えられて、元のデータストリームが再構成さ れる。 このアプローチでは、ＲＥＳＥＴコマンドにはヒストリ・バッファをクリアする 作用があり、ＦＬＵＳＨコマンドにはルックアヘッド・バッファをクリアする作 用がある。 したがって、フラッシュ操作は一般に、比較的わずかな生データを通したり、ま たはデータストリームの便宜的なポイントにおいてデータ圧縮を再開する前に、 圧縮を待っているデータにおいて圧縮操作を完了させるものと考えることができ る。これは、ソフトウェアまたはハードウェアにより圧縮が行われる場合でも適 用される。 本発明に依れば、下記のステップを備えた、ユーザ・データをテープ上に記憶す るための圧縮方法が提供される：すなわち、複数のレコードに構成されたユーザ ・データ・ワードのストリームを受信するためのステップと： 該データから得られる辞書を用いて、ユーザ・データの少なくとも一部をコード ・ワードに変換することを含む圧縮アルゴリズムに従って前記ユーザ・データを 圧縮するステップと：を備え、開始連続辞書間で複数のフラッシュ動作を実行す ることにより特徴づけられる。 本書では、用語゛　コード・ワード°は、ＬｚＷアルゴリズムとともに広く用い られる。一般に、この用語は、いずれかの記号またはトークン、またはデータ圧 縮中にユーザ・データの一部を置き換えるために用いる他の表記を扱うために意 図されている。用語°辞書′は、バイト・ストリングの集まりおよび圧縮データ を非圧縮データに変換する際に用いるための対応するコード・ワードを扱うよう に意図されている。すでに述べたデータ圧縮アルゴリズムのいずれにおいても、 辞書は、データ圧縮中に生成され、圧縮データ自体に含まれている。 本発明の利点は、辞書を作るために用いる量よりも少ないデータのセグメントを 、その圧縮された形式のテープから選択的に回復することができることである。 言い換えれば、辞書内のＦＬＵＳＨコード・ワードは、コンパイルするために用 いたり、または該辞書を用いるところの、データのセグメント間に“クリーン・ ブレーク（ｃｌｅａｎｂｒｅａｋ）”をもたらすことである。たとえば、ＦＬＵ ＳＨコート・ワードは、各レコードの終わりにおいてデータストリームに挿入す ることができる。 該方法は、ユーザ・データと区別することができるような方法で、フラッシュ動 作が起きた位置の表示を、モータ上に記憶することを含むことが望ましい。 この特徴を実施する１つの方法は、各レコードに関する圧縮バイト・カウント（ ＣＢＣ）　、または１対のＦＬＵＳＨ動作問で定義される他のデータ・セグメン トを記憶することである。 該方法は、ユーザ・データと区別することができるような方法で、新しい辞書の 始めの位置の表示を、テープに記憶することを含むことが望ましい。 この特徴を実施する１つの方法は、各折しい辞書の始めに用いられる特定圧縮ア ルゴリズムについての情報をテープに記憶することである。 説明するある実施例では、該方法は、ユーザ・データのレコード構造とは無関係 に、圧縮ユーザ・データを複数のグループとしてテープに書き込み、各グループ の始めまたはその近くで新しい辞書を始めることを含む。該方法は、各グループ の最初の新しいレコードの始めにおいて新しい辞書を始めることを含むことが望 ましい。 この特徴は、データ・グループの間のリンケージを減らすことによりデバイス・ コントローラで要求されるバッファ・スペースの量を減少させる一部になること 、すなわち２つ以上のデータ・グループをバッファに記憶するために必要とする 可能性を少なくするという点である。さらに、該グループのデータ・セグメント を復元するために、特定グループの外側を見る必要のないことも利点である。 説明する別の実施例では、方法は、ユーザ・データ・レコードを、１つのエンテ ィティが１つ以上のレコードを含む複数のエンティティに組織し、各エンティテ ィの終わりでフラッシュ動作を実行することを備えている。 この特徴により、１つのエンティティ毎にデータを選択的に復元することができ る。 さらに、この方法は、すでに述べた理由により、各グループの最初の新しいエン ティティの始めにおいて新しい辞書を始めることを含むことができる。 本発明は、さらに前に定義したような方法に従って動作する、ユーザ・データを 圧縮したり、圧縮ユーザ・データをテープに記憶するための記憶装置を機供する 。 本発明の特定の実施例を、添付の図面を参照して、−例としてここに記述する。 第八図及び第８図は、ＬＺＷデータ圧縮アルゴリズムに関する図である。 第Ｃ図はＬＺＩアルゴリズムに従って使用されるバッファの図式的表現図である 。 第り図はＲＩＮＴＴＮＴＩＮがＬＺ１アルゴリズムに従ってどのように圧縮され るかを示す図表である。 第１図はコンピュータ・データを記憶する構成を示す複部分図であって、 （ａ）はユーザ（ホスト）によってデータ記憶装置に送られる論理的分離マーク 及びデータ・レコードのシーケンスを表す図である。 （ｂ）及び（Ｃ）は、第１図（ａ）のシーケンスをテープ上に記憶する２つの異 なる構成を示す図である。 第２図はグループ・インデックスの図である。 第３図及び第３Ａ図は、一般のブロック・アクセス・テーブル図である。 第４図及び第４Ａ図は特定のブロック・アクセス・テーブル図である。 第５図乃至第７図はコンピュータ・データを記憶するさらなる構成図である。 第８図はグループのブロック・アクセス・テーブルに関する可能な有効エントリ （ｅｎｔｒｙ　）を示す図である。 第９図及び第１０図は、コンピュータ・データを記憶する構成のさらなる図であ る。 第１１図は、ヘリカル走査を用い、本発明を具現化するデータ記憶装置の部分を 形成するテープ・デツキの主な物理的コンポーネントを示す図である。 第１２図はヘリカル走査を使ってテープ上に記録された２つのデータ・トラック の図式的表現図である。 第１３図は本データ記憶方法に従って記録されたデータ・トラックの主なデータ 領域のフォーマットの図式的表現図である。 第１４図は本発明のデータ記憶方法に従って記録されたデータ・トランクのサブ ・データ領域のフォーマットの図式的表現図である。 第１５図は、本方法、すなわちデータ領域内のグループにおけるデータ・フレー ムの構成及び各グループのフレームに記録されたインデックスの詳細の両方を示 す図である。 第１６図は本発明を具現化するデータ記憶装置の主なコンポーネントのブロック 図である。 第１７図及び第１８図はデータ圧縮プロセッサに関するブロック図である。 第１９図はデータ記憶装置のグループ・プロセッサの、より詳細な機能ブロック 図である。 第２０Ａ図及び第２０Ｂ図は、テープ上の特定のレコードに関する探索において 、ドライブ装置により実施されるアルゴリズムの流れ図である。 特定のＤＣアルゴリズムの詳細を含むデータ圧縮に関するさらなる情報がまず与 えられる。 データ圧縮プロセスの目的は、データから冗長性を除去することにある。圧縮効 率の測度の１つは、“圧縮比”と呼ばれ、′−れ　の 圧縮される入力の長さ として定義される。 これは、データ圧縮プロセスの達成測度である。圧縮比が大きくなれば、圧縮効 率もそれだけ高くなる。 データ圧縮を実施する方法の１つでは、入力文字のパターンを認識して、コート 化する、すなわち、置換方法が用いられる。 ＬＺＷアルゴリズムによれば、独特なストリングをなす入力文字が見つかると、 それらは辞書に入力され、数値が割り当てられる。辞書は、データの圧縮時に、 動的に形成され、復元時に、データから再生成される。一旦、辞書エントリが存 在すると、データ・ストリーム内にその後に発生する該エントリは、数値または コード・ワードに置き換えることができる。留意すべきは、このアルゴリズムは 、ＡＳＣＩＩテキスト・データの圧縮に制限されるものではないという点である 。 その原理は、２進フアイル・データ・ベース、イメージング・データ等にも等し く当てはまる。 各辞書エントリは、２つの項目、すなわち、（１）アルゴリズムがデータ内で見 つけた独特なストリングをなすデータ・バイトと、（２）このバイトの組合せを 表わしたコード・ワードから構成される。 辞書には、４０９６までのエントリを納めることができる。第１の８つのエント リは、特定の条件のフラグを立て、その制御を行なうために用いられる予約コー ド・ワードである。次の２５６のエントリには、０〜２５５のバイト値が含まれ ている。従って、これら２５６の項目のい（つかは、ＡＳＣＩＩテキスト文字に 関するコード・ワードである。残りの位置は、他の辞書位置を指示し、結局は、 バイト値０〜２５５の１つを指示することによって終了する連係リスト・エント リである。この連係リスト・データを用いることによって、可能性のあるバイト の組合せは、２バイト〜１２８バイトの長さの範囲内になるので、その記憶に過 剰に広いメモリ・アレイを用いなくてもすむようにすることができる。 さらに詳細に後述するハードウェアの実施案の場合、辞書は、構築してから、２ ３ピツト幅のランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）のハングに記憶される。各 メモリ・アドレスには、下位８ビツトによるバイト値、次の１２ビツトによるエ ントリを表わすコード・ワードまたはポインタ、及び、上位３ビツトによる３つ の条件フラグを含むことができる。コード・ワードを表わすのに用いられる出力 バイト・ストリームにおけるビット数は、９ビツト〜１２ビツトの範囲であり、 ０〜４０９５の範囲の辞書エントリに対応する。辞書構築段階において、辞書に ５１２のエントリが作成されるまで、各コード・ワード毎に、９ビツトが用いら れ、５１２番目のエントリの後は、コード・ワードに１０ピツトが用いられ、１ ０２４番目のエントリの後は、コード・ワードに１１ビツトが用いられ、最後の ２０４８エントリについては、コード・ワードに１２ビツトが用いられる。辞書 が満杯になると、それ以上のエントリは、作成されず、後続の全てのコード・ワ ードは、長さが１２ビツトになる。任意の辞書エントリに関するメモリ・アドレ スは、エントリ値に対して複雑な操作を施すことによって決定される。辞書には 、４０９６のエントリを納めることができるので、辞書全体の支援には、４にバ イトのＲＡＭｔ、か必要ないように思われる。これは、実際、復元時にはあては まることである。しかし、圧縮時には、辞書の構築段階において生じる辞書の“ 衝突”のため、４にバイトを超えるＲＡＭが必要になる。これは、２つの異なる ストリング／文字の組合せが、辞書ＲＡＭ内における同じ場所にマツピングが施 される場合があり、辞書ＲＡＭにおける資源は有限であることと、圧縮時におけ る辞書構築のプロセスが複雑であるためである。辞書の衝突か生じると、２つの 衝突値が、２つの新しい位置について再計算され、もとの位置に衝突位置のフラ グが立てられる。 アルゴリズムの重要な特性は、圧縮と復元との結合である。これら２つの動作は 、圧縮及び復元プロセス時と、バイト・ストリームに対するコード・ワードのバ ッキング及びアンバッキング時の両方において結びつけられる。圧縮アルゴリズ ムの特性により、圧縮プロセスと復元プロセスを同期させることが必要になる。 別の言い方をすると、復元は、圧縮データの任意のポイントから開始させること はできない。 復元は、辞書が空またはリセットされていることが分っているポイントから開始 する。この結合によって、アルゴリズムの基本的な利点の１つが得られる。すな わち、辞書は、コード・ワードに組み込まれているので、圧縮データと共に転送 する必要はない。同様に、バッキングとアンバッキングのプロセスも同期させな ければならない。復元ハードウェアに対して圧縮データを適正な順序で提示しな ければならない点に留意のこと。 第八図は、上述の圧縮アルゴリズムに関する略グラフィック図である。この例に は、次の文字から成る入力データ・ストリームが示されている：　ＲＩ　ＮＴ　 Ｉ　ＮＴ　Ｉ　Ｎ０圧縮プロセスの流れをたどるには、第八図を上から下へ検分 し、左から始めて右へ進めるのが望ましい。辞書は、リセットされ、８つの予約 コード・ワード、及び、全てのＡＳＣＩＩ文字に関するコード・ワードを含む０ 〜２５５の第１の２５６エントリを納めるように初期設定されているものと仮定 する。 圧縮アルゴリズムは、データ・ストリーム内の各バイト毎に下記のプロセスを実 行する： １、入力バイトを取る。 ２、現在の入力シーケンスに関して辞書の探索を行ない、一致すれば、別の入力 バイトを取り、現在のシーケンスに加え、一致した最大のシーケンスを記憶して おく。 ３、一致するものがなくなるまで、ステップ２を繰り返す。 ４、現在の“不一致”シーケンスの新辞書エントリを作成する。 ５、一致した最大シーケンスに関するコード・ワードを出力する。 この例では、圧縮アルゴリズムは、圧縮エンジンが最初のＲを受け取った後、開 始する。入力文字Ｒは、その初期設定時に納められた文字Ｒに一致する。一致し たので、ＤＣエンジンは、別のハイドを受け取るが、これは文字Ｉである。次に 、シーケンスＲＩをめて辞書の探索を行なうが、一致するものは見あたらない。 従って、新しい辞書エントリはＲＩか作成され、最大の一致シーケンスに関する コード・ワード（すなわち、文字Ｒに関するコード・ワード）が、出力される。 次に、ＤＣエンジンは、■をめて辞書を探索し、Ｒの場合とちょうど同じように 、一致を見つけ出す。もう１つの文字が入力され（Ｎ）、シーケンスＩＮに関し て探索を開始する。ＩＮは、どのエントリとも一致しないので、新しいエントリ が作成され、最大の一致シーケンスに関するコード・ワード（すなわち、文字Ｉ に関するコード・ワード）が、出力される。このプロセスは、続行され、文字Ｎ の探索が行なわれる。Ｎが見つかると、次の文字が入力され、ＮＴをめて辞書の 探索が行なわれる。これは見つからないので、ＮＴに関する辞書エントリが作成 され、Ｎに関するコード・ワードが出力される。同じシーケンスが、文字Ｔ及び Ｉについても生じる。Ｔに関するコード・ワードが出力され、ＴＩに関する辞書 エントリが作成される。 この時点まで、複数文字の一致がなかったので、圧縮は行なわれなかった。実際 、４つの８ビツト文字が４つの９ビツト・コード・ワードに置き換えられたとい うことであって、出力ストリームは、わずかに拡張されただけである。（これは 、３２ビツト対３６ビツトの拡張、すなわち、１．１２５：１の圧縮比を表わし ている。）しかし、次の文字が入力されると、データ圧縮が開始する。この時点 で、ＤＣエンジンは、ＩＮシーケンスの探索を行なう。一致を見つけると、ＤＣ エンジンは、別の文字を受け取り、ＩＮＴの探索を開始する。一致が見つからな れければ、ＩＮＴに関する辞書エントリを作成し、シーケンスＩＮに関してあら かじめ生成されたコード・ワードを出力する。この場合、２つの８ビツト文字が １つの９ビツト・コート・ワードに置き換えられ、圧縮比は１６／９すなわち１ ．７７８：ｌになっている。 このプロセスが、続行され、再び、２つの文字が単一のコート・ワードに置き換 えられる。ＤＣエンジンは、前のシーケンスからのＴで開始され、続いて、次の 文字Ｉを受け取る。ＤＣエンジンは、ＴＩクシ−ンスを探索し、一致するので、 別のバイトが、入力される。次に、該チップは、ＴＩＮシーケンスの探索を行な う。一致するものがないので、ＴＩＮエントリが作成され、ＴＩに関するコード ・ワードが出力される。このシーケンスも、ＩＮシーケンスが示した１、７７８ ：１の圧縮比を示す。この９バイトからなるストリングに関する正味の圧縮比は 、１．１４３：１である。この例は、極めて少数のバイトからなるため、これは 、特に大きい圧縮比ではない。データのサンプルが増えると、記憶されるデータ のシーケンスも増し、単一のコード・ワードによって置き換えられるバイトのシ ーケンスも増す。１：１〜１１０：１の範囲の圧縮比を得ることが可能になる。 第８図には、復元プロセスの略図が示されている。この例では、入力として前の 圧縮例の出力が用いられる。復元プロセスは、圧縮プロセスに極めてよく似てい るが、所定の辞書エントリの存在を探索する必要がないので、復元に関するアル ゴリズムは、圧縮に関するアルゴリズムはど複雑ではない。２つのプロセスを結 合することによって、復元時における適合する辞書エントリの存在が保証される 。該アルゴリズムは、入力コード・ワードを利用して、辞書内のバイト・シーケ ンスを参照し、次に、圧縮アルゴリズムと同じ規則を利用して、新しいエントリ を作成するだけである。このようにして、復元アルゴリズムでは、データ・パケ ットとともに特別辞書を送ることなく、圧縮データを回復することができる。 圧縮例の場合のように、辞書はリセットされ、０〜２５５の最初の２５６エント リを納めるように初期設定されているものと仮定する。 復元エンジンは、Ｒに関するコード・ワードを受け取ることから開始する。復元 エンジンは、このコード・ワードを利用して、バイト値Ｒを参照する。この値は 、後入れ先出しくＬ　Ｉ　ＦＯ）スタックに納められ、チップから出力されるの を待つ。Ｒは、根コード・ワード（最初の２５６エントリの１つ）であるため、 このコート・ワードについて、リストの終端に達したことになる。次に、チップ から出力スタックがダンプされる。復元エンジンは、さらに、■に関するコード ・ワードを入力し、それを利用して、バイト値Ｉを参照する。やはり、この値は 、根コード・ワードであるため、このコード・ワードに関する出力シーケンスが 、完了し、■に関するバイト値が、出力スタックからポツプされる。この時点で 、出力スタック（Ｉ）にブツシュされた最後のバイト値と、前のコード・ワード （Ｒに関するコード・ワード）を利用して、新しい辞書エントリが作成される。 各エントリは、こうして作成され、１つのバイト値と、シーケンスをなす次のバ イト（前のコード・ワード）に対するポインタを含んでいる。こうして、各辞書 エントリ毎に、連係リストが生成される。 次のコード・ワードが入力されて（Ｎに関するコード・ワード）、該プロセスが 反復される。今度は、Ｎが出力され、バイト値Ｎと、■に関するコード・ワード を含む新しい辞書エントリが、作成される。 Ｔに関するコード・ワードが入力されると、Ｔが出力され、別の辞書エントリが 作成される。入力される次のコード・ワードは、バイト・シーケンスＩＮを表わ す。復元エンジンは、このコード・ワードを利用して、本例において前に生成さ れた第２の辞書エントリを参照する。 このエントリには、出力スタックに納められたバイト値Ｎと、現在のコート・ワ ードになるＩに関するコード・ワードに対するポインタが含まれている。この新 しいコート・ワードは、出力スタックに納められる次のバイト（Ｉ）を見つける ために用いられる。これは、根コード・ワードであるので、参照プロセスは、完 了し、出力スタックが、逆の順序でダンプされる。すなわち、まず■が出力され 、これにＮが続くことになる。次の２つのコード・ワードに関して、同じプロセ スが反復され、もとのバイト・シーケンスＲＩＮＴＩＮＴＩＮが回？ｉすること になる。 データ圧縮中にデータストリームに書き込まれる上述した予約出−ド・ワードの うちの２つは、ＲＥＳＥＴおよびＦＬＵＳＨ条件に関するコード・ワードである 。ＲＥＳＥＴコード・ワードは、新辞書の開始を意味する。ＦＬＵＳＨコード・ ワードは、ＤＣチップがそのバッファをフラッシュ・アウトしたこと、すなわち 連続データでバッファを再び一杯にする前に、バッファに現在保持されているデ ータ（現在の最長の一致を表す）に関するコード・ワードを出力することを意味 する。ＤＣチップは、ＲＥＳＥＴおよびＦＬＵＳＨコード・ワードを、アルゴリ ズム従属方式でデータストリームに書き込む。しがし、圧縮データへのアクセス を改善するために、ＲＥＳＥＴおよびＦＬＵＳＨコード・ワードのうちのある１ つを利用することができるように、テープ・フォーマットは、特定ＲＥＳＥＴお よびＦＬＵＳＨコード・ワードを用いなければならないときに関する制約を課し 、特定情報の書込みも確実にする。 ＬＺＷアルゴリズム・プロセッサによるコート・ワード出力は、各々８または１ ６ビツト以外にすることができるので、“バッカー”は普通、システムに含まれ 、コード・ワードを受け入れ、バックされたコード・ワードのバイトを出力する 。このバッキング・プロセスは、その出力からの部分的バイトを必然的に制止し て、圧縮アルゴリズムにより次のコード・ワードが生成されるのを待つ。この部 分的コードワードは、圧縮システムに取り込まれているが、その出力にまだ反映 されていない追加データを表す。 あるポイントでは、圧縮エンノンを実施するシステムで、圧縮装置に入るすべて のバイトをその出力で表すことが要求される。これは、見つけたなかで現在の一 致が最長のものであること、したがってその現在の突合せコード・ワードを出力 すべきことを圧縮装置に知らせなければならないということを意味する。これは 、いずれかの部分的コート・ワードが圧縮システムからの出力であることも意味 している。 これは、受信したすべてのハイドがその出力で表されるときに、圧縮装置が“フ ラッシュ”されるＦＬＵＳＨ動作である。これは、その出力からのデータは制止 しない。 辞書は、データから再構築しなければならないので、復元は、コード・ワードＲ ＥＳＥＴからしか開始されることができない。一方、復元の停止は、それが、特 定の辞書の終端でなかったとしても、後続の任意のＦＬＵＳＨコード・ワードで 行なうことができる。これが、各レコードの終りにコード・ワードＦＬＵＳＨを 配置し、辞書の構築に用いられるものより小さいデータ・セグメントの選択的復 元を可能にすることが有利な理由である。 復元システムは、コード・ワードを復元装置に与えるアンバッキング・セクショ ンを含む。復元装置には最長一致を見つけるタスクがなく、したがって固有のバ ッファリングを伴わないが、アンパッカーは一度に１バイトのデータを外界から 取り込むことができるので、一般に復元装置からの部分的コード・ワードを制止 する。 圧縮中に“フラッシュ′状態の前の最終コード・ワードが復元装置に与えられた ならば、アンパッカーは残されたビットを放棄しなければならない。これらのビ ットは、次のコード・ワードの一部ではなく、むしろ圧縮中にフラッシュ動作に より導入されるパディングである。 したがって、アンパッカーは、圧縮中にどこでフラッシュが起こったかを知らな ければならない。 はとんどのデータは、それまで参照されることがないので、辞書の開始時に、デ ータの大部分は、圧縮せずに排出される。この段階では、圧縮比は比較的小さい 。従って、圧縮効率を低下させるほど頻繁に辞書の再開を繰り返すのは望ましく ない。 現行辞書が一杯であるにもかかわらず圧縮比が高い場合には、辞書をその静的状 態に保つことができる。すなわち、圧縮比が下がり、新辞書を開始することがよ り効率的になるまで、エントリを１つも追加することはできない。 ＬＺＩアルゴリズムに従う際の基本的な考えは、テキストの共通ストリングを特 別記号と置き換えることである。この記号は、ストリングがより早くに伝送また は記憶されたこと、および復元装置が特別記号の代りに前の発生を用いることの み必要であることを知らせる。さらにはっきり述べると、圧縮装置の出力は、サ イチージョン（ｃｉｔａｔｉｏｎ）と呼ばれるストリングの前の出現の参照と、 イノベーションと呼ばれる非圧縮文字の参照とを交互にすることにより得られる 。 イノベーションは、圧縮出力では明らかに変化しない文字であり、復元装置で、 新しい、前に見えなかった文字の使用を認識することができるようにするため、 備えられている。 アルゴリズムは、バッファ（“ウィンドウ′として知られている）を必要とし、 ２つの部分に分けられる。大部分のバッファには入力の過去のヒストリが含まれ 、これはすでに圧縮されている文字である。 ウィンドウの終わりの小さな部分は、ルックアヘッド・バッファと呼ばれ、圧縮 すべき今後の文字を含む。この構造を用いるときには、ルックアヘッド・バッフ ァは残りのウィンドウと比較される。 第Ｃ図を参照するが、バッファＢは、ウィンドウ・バッファＷおよびルックアヘ ッド・バッファＬに分けて示しである。圧縮すべき入力データは、幾つかの文字 、例えば２０文字の容量を有するルックアヘッド・バッファＬに記憶される。ウ ィンドウ・バッファＷには、最も新しい過去のデータのヒストリが含まれ、数千 文字、例えば４０９６文字の容量がある。生データは、ルックアヘッド・バッフ ァＬからウィンドウ・バッファＷに入り、ウィンドウ・バッファＷの最も古いデ ータが捨てられる（ウィンドウ・バッファＷが一杯になったとき）。 こうした理由により、ウィンドウ・バッファＷは時々゛　スライディング・ウィ ンドウ°と呼ばれる。 ＬＺＩアルゴリズムのある実施にしたがい、データがルックアヘッド・バッファ しに入れられると、各文字はウィンドウ・バッファＷの内容と比較される。ある 文字で一致が見つからなければ、その文字は、その生の状態、すなわちイノベー ションとして出力される。該文字は、次にウィンドウ・バッファＷにも入れられ る。 ルックアヘッド・バッファＬのある文字で一致が見つかったならば、より長い一 致を見つけることができるかどうかを確認するために、次の文字も、−数文字と 組み合わせて考えられる。このプロセスは、別の文字を追加することが、ウィン ドウ・バッファＷにもはや一致がないということを、意味するまで、繰り返され る。コード・ワード／記号は一致の長さを示し、ウィンドウ・バッファＷのその 位置は出力され、関連ストリングがウィンドウ・バッファＷに追加される。 コード・ワード／記号は、参照の最初の文字がバッファよりも前にある限り、ル ックアヘッド・バッファに達するストリングを参照することが許容される。一致 がルックアヘッド・バッファに達すると、ＬＺＬｆＥＭ装置は一種のラン・レン グス（ｒｕｎ−１ｅｎｇｔｈ）ｓンコーディングを行っている。一致がバッファ よりも前の文字で始まる場合には、圧縮装置は”ａａａａａａ、、、”などの− 続き（ｒｕｎ）を圧縮している。同様に、一致の最初の文字がバッファの前の幾 つかの文字を始める場合には、圧縮装置は”ａｂａｂａｂ、、、”または”ａｂ ｃａｂｃａｂｃ、、、”などの−続きを圧縮している。 ＲｒＮＴＩＮＴｒＮ例は、第り図に示すようなこのアプローチに従って圧縮され 、これが圧縮すべき最初のデータであること、すなわち最初にウィンドウ・バッ ファＢが空であることを想定している。最初の４文字はイノベーションとしての 出力である。５番目の文字■はウィンドウ・バッファＷにあるので、次の文字− Ｎは、ＩＮがすでにウィンドウ・バッファＷにあるかどうかをチェックするため のものあると考えられる。ストリングＩＮＴも考えられるが、それもまたウィン ドウ・バッファにある。しかし、次の文字Ｉを追加することにより、ウィンドウ ・バッファＷにないストリングｌＮＴｌを生成する。したがって、コード・ワー ドは、ウィンドウ・バッファＷのＩＮＴの位置を示す出力であり、長さ３である 。位置は°オフセット°により示され、すなわち、ウィンドウ・バッファＷにお いて、現在の文字からどれくらい離れたところで一致がスタートするかを示す。 次の文字Ｉは、ウィンドウ・バッファの前のＩと一致し、最終ストリングＩＮは 、ウィンドウ・バッファの３文字戻った該ストリングの場合と一致するので、出 力コート・ワードは＜３．２＞である。 復元中に、ウィンドウ・バッファも保たれ、復元すべき入力データにコード・ワ ードが見つかると、復元は、そのオフセットおよび長さにしたがってウィンドウ ・バッファの適切なストリングを捜すこと、およびストリングを出力することが 伴う。したがって、ＲＩ　ＮＴ　Ｉ　ＮＴＩＮ例では、最初のコード・ワード＜ ３．３＞に遭遇すると、３文字戻って始まる長さ３のストリング、すなわちＩＮ Ｔが出力される。 次のコードワード＜３．２＞に遭遇すると、３文字戻って始まる長さ２のストリ ング、すなわちＩＮが出力される。 ＲＥＳＥＴコマンドには、ＬＺＩアプローチにしたがって、ウィンドウ・バッフ ァをクリアする作用がある。ＦＬＵＳＨコマンドには、ルックアヘッド・バッフ ァをクリアする作用がある。したがって、ＬＺ１アプローチの゛辞書゛は、２つ の連続するＲＥＳＥＴコマンドの間でウィンドウ・バッファを゛スライド°する データ量により表される。ＬＺＷアルゴリズムに関しては、復元は最後のＲＥＳ ＥＴから始めなければならない。 多数のレコードにわたり辞書を共用する際、すなわち各レコードの終わりでウィ ンドウ・バッファをリセットすることのないときに、比較的短い一連のレコード に対して圧縮比を改善することができるという利点かある。 ＦＬＵＳＨコマンドの作用は、すてに述ぺたようにルックアヘッド・バッファの すべての内容を一致させることであり、それ以上のデータよりも前の出力をルッ クアヘッド・バッファに入れることか許容される。連続ＲＥｓＥＴコマンド間で このようにしてルックアヘッド・バッファをフラッシュする際の利点は、辞書を 作るために用いるよりも小さなデータ・セグメントを、選択的に復元することが できる点である。これは、データ・レコードを、テープに記憶された圧縮データ に付加することが望まれる場合に特に有益である。各データ・レコードの後でル ックアヘッド・バッファをフラッシュする場合には、現行レコードの終わりより も後で、それ以上のレコードを明らかに付加することができるように、テープ上 のいずれかの圧縮レコードの終わりを見つけることかできる。 第Ｃ図は説明のために全く簡略化されていることが分かる。ウィンドウ・バッフ ァは、過去のデータのセグメントを定義する２つのポインタの形で実行するか、 実際に、他の適切な構成を用いることができる。 次に、圧縮か非圧縮かはともかくとして、テープに対するデータ記憶の方法につ いて説明する。 ユーザ（ホスト・コンピュータ）からテープ記憶装置へのデータ供給には、記憶 装置に送られる離散的パンケージ（レコード）にするためのデータの物理的分離 であるか、あるいは、特定の信号によってホストが表現する高レベルな記録の概 念的編成であるかはともかく、データのユーザ分離を伴うのが普通である。この データのユーザ分離は、ホストにとって特に意味かある（この意味は、テープ記 憶装置には分らないのが普通であるか）。従って、その存在が、入力データの物 理的分離によって記憶装置に伝えられたとしても、ユーザ分離を論理的セグメン テーションとみなすことか適切である。 第１図（ａ）には、既存のタイプのホストかテープ記憶装置に対して供給できる ユーザ・データと特殊な分離信号のシーケンスが示されている。この例では、デ ータは、可変長レコードＲ１〜Ｒ９として供給されるか、この物理的分離の論理 的意味は、ホストには分るが、記憶装置には分らない。物理的分離以外に、ユー ザ分離情報は、特殊な“ファイル・マーク”信号ＦＭの形で供給される。ファイ ル・マークＦＭは、データ・レコードの間に挿入して、記憶装置に与えられるが 、やはり、この分離の意味は、記憶装置には分らない。レコードに対する物理的 分離によって、第ルヘルの分離が得られ、一方、ファイル・マークによって、第 ルベルの分離と階層をなす第２レヘルの分離が得られる。 第１図（ｂ）には、テープ１０に対して第１図（ａ）のユーザ・データ及びユー ザ分離情報を記憶するための可能性のある物理的編成の１つが示されているが、 この編成は、既知のデータ記憶方法に基づくものである。第１図（ａ）と第１図 （ｂ）との間におけるマツピングは、簡単なものであるーファイル・マークＦＭ は、一定周期のバースト１として記録されるが、さもなければ、データ・レコー ドとして扱われ、レコードＲ１〜Ｒ９とファイル・マークＦＭは、信号の記録さ れていないブロック間ギャップ２によって互いに隔てられる。ブロック間ギャッ プ２は、記憶データを分離して、ユーザに分る論理単位のレコードにすることを 可能ならしめ、ファイル・マークＦＭ（一定周期のバースト１）は、レコードを レコードの論理的集合に分割する第２レヘルの分離マークを形成する。 第１図（Ｃ）には、テープＩＯに第１図（ａ）のユーザ・データ及びユーザ分離 情報を記憶するための、可能性のある周知の第２の編成が示されている。この場 合、ユーザ・データは、それぞれ、グループの内容に関する情報を含むインデッ クス４を備えた固定サイズのグループ３に編成される。２つのグループ３間にお ける境界は、一定周期のバースト５によって表示することができる。データをグ ループに分割するのは、純粋に、関係する記憶装置の都合に合わせたものであり 、ホストには明らかなはずである。グループ内のユーザ・データは、いかなる点 においても物理的に分離しておらず、各レコードは、先行レコードの終端からと ぎれることなく続いているだけであり、グループ内のデータを分離して、レコー ドにし、さらに、ファイル・マークで区切られたレコードの集合にすることに関 した全ての情報が、グループのインデックスに含まれている。本例の場合、レコ ードＲ１〜Ｒ８とＲ９の第１の部分が、例示のグループ３に保持されている。 インデックス４の長さは、グループ内に存在する分離マークの数及びレコードの 数によって変動するのが一般であるが、グループの終端に対するインデックス内 の所定位置にインデックス長を記録することによって、インデックスと最後のバ イトとの境界を識別することができる。例えば、パディングといった未定義内容 を有するスペースが、データ領域の終端とインデックスの第１のバイトの間に存 在する可能性がある。 第２図には、インデックス４の内容が示されているが、見ての通り、インデック スは、２つの主データ構造、すなわち、グループ情報テーブル６及びブロック・ アクセス・テーブル７から構成される。ブロック・アクセス・テーブル７のエン トリ数は、グループ情報テーブル６におけるブロック・アクセス・テーブル・エ ントリ（ＢＡＴ　ＥＮＴＲＹ）カウント・フィールドに記憶されている。グルー プ情報テーブル６には、ファイル・マーク・カウントＦＭＣ（記録の終端（ＢＯ Ｒ）マークには、現在のグループに納められた任意のものが含まれるので、ファ イル・マークの数）、及び、レコード・カウントＲＣ（定義される）といった、 各種カウントが含まれている。 ブロック・アクセス・テーブル７は、一連のアクセス・エントリとして、グルー プの内容、及び、とりわけ、グループに保持されたユーザ・データの論理的セグ メンテーションを示している（すなわち、グループ内における各レコード境界及 び分離マークを表わしたエントリを保持している）。アクセス・エントリは、グ ループ内容の順番に並んでいる。 第３図を参照すると、ブロック・アクセス・テーブル内のエントリは、それぞれ 、エントリのタイプを示すＦＬＡＧエントリと、その値を示すＣ０ＵＮＴエント リから構成される。ＦＬＡＧフィールドは、８ビツトであり、Ｃ０ＵＮＴフイー ルドは、２４ビツトである。ＦＬＡＧフィールド内のビットは、下記の意味を有 している：５ＫＰ−セットされると、“スキップ・エントリ”を示す５ＫＩＰビ ツト。スキップ・エントリは、ユーザ・データによって取り上げられないグルー プ内のバイト数、すなわち、（グループのサイズ）−（ユーザ・データ領域のサ イズ）を示す。 ＸＦＲ−セットされると、テープに対するユーザ・データの書込みを表わすＤＡ ＴＡ　ＴＲＡＮＳＦＥＲビット。 ＥＯＸ−セットされると、テープに対するユーザ・データ・レコードの書込みの 終了を示すＥＮＤ　ＯＦ　ＤＡＴＡ　ＴＲＡＮＳＦＥＲヒツト。 ＣＭＰ−セットされると、エントリが圧縮データに関連したものであることを示 すＣＯＭＰＲＥＳＳ　ＩＯＮビット。 ＥＯＴ−このビット値は、この説明の目的には、関係がない。 ＭＲＫ−セットされると、エントリが、データ・レコードではなく、分離マーク に関係していることを示すＳＥＰＡＲＡＴＯＲＭＡＲＫビット。 ＢＯＲ−セットされると、データ・レコードの始端位置を示すＢＥＧＩＮＮＩＮ Ｇ　ＯＦ　ＲＥＣＯＲＤビット。 ＥＯＲ−セットされると、テープ上におけるデータ・レコードの終端位置を示す ＥＮＤ　ＯＦ　ＲＥＣＯＲＤビット。 第３図には、ブロック・アクセス・テーブル中に作成可能なエントリの７つのタ イプが示されている。５ＥＰＡＲＡＴＯＲＭＡＲＫエントリは、ドライブによっ てレコードとして扱われるので、ＢＯＲ及びＥＯＲビットがセットされる。次の ４つのエントリは、データ転送に関する情報を表わしているので、それぞれ、Ｘ ＦＲビットがセットされる。５ＴＡＲＴ　ＰＡＲＴ　ＯＦ　ＲＥＣＯＲＤエント リは、レコードの始端だけが、グループに入っており、レコードの次の部分が、 後続のグループにはみ出している場合に関するものである。そのグループにはレ コードの始端または終端がないので、ＭＩＤＤＬＥ　ＰＡＲＴ　ＯＦ　ＲＥＣＯ ＲＤエントリにセットされる唯一のビットは、データ転送ビットである。ＥＮＤ 　ＰＡＲＴ　ＯＦ　ＲＥＣＯＲＤエントリは、ＦＬＡＧにＥＯＲビットがされて おらず一代りに、ＥＯＲビットは、総レコード・バイト・カウントを示すＴＯＴ ＡＬ　Ｃ０ＵＮＴエントリにセットされる。グループに関するブロック・アクセ ス・テーブルの最後のエントリは、常に、ユーザ・データによって取り上げられ ないグループ内のスペース量を示す５ＫＩＰエントリである、す体わち、５ＫＩ Ｐエントリに関するＣｏｕｎｔフィールド内のエントリは、グループ・サイズ（ 例えば、１２６６３２バイト）からデータ領域サイズを引いたものである。 第１図（Ｃ）に示すレコードのグループ３に関するブロック・アクセス・テーブ ルの一例が、第４図に示されている。レコードＲ１〜８に関するカウント・エン トリは、該レコードに関する総バイト・カウントであるが、レコードＲ９に関す るカウント・エントリは、Ｒ９のグループ３内にある部分のバイト・カウントで ある。ファイル・マークＦＭに関するカウント・エントリは、フォーマットに従 って０またはｌになる。５ＫＩＰエントリに関するカウント・エントリは、１２ ６６３２からテーブルに既に現われたバイト・カウントの和を引いたものである （ＴＯＴＡＬ　Ｃ０ＵＮＴエントリは含まない）。 別の実施例では、第３Ａ図に示すようなグループのデータを圧縮するために用い るアルゴリズムを示している、ブロック・アクセス・テーブルにさらに可能なエ ントリがある。Ｃ０ＵＮＴフイールドに入力されるアルゴリズム番号は、ＤＣア ルゴリズム番号の基準に準拠する望ましい番号である。グループとしての圧縮レ コードのためのデータ転送およびトータル・カウントＦＬＡＧエントリには、Ｃ ＭＰビット・セットがある。したがって、グループの中の圧縮および非圧縮レコ ードは、ＣＭＰビットに基づいてドライブにより区別することができる。例えば 、第１図（Ｃ）において、偶数番号のレコードを圧縮レコードおよび奇数番号の レコードを非圧縮レコードと仮定すると、ブロック・アクセス・テーブルのエン トリは第４Ａ図に示す通りである。 第４Ａ図では、ＵＢＣＸはレコードＸの非圧縮バイトを示し、ＣＢＣＸはレコー ドＸの圧縮バイトを示す。 第５図は、ユーザ・データおよび関連情報をテープに記憶するための別の可能な 構成を示す。再び、ユーザ・データは、グループに、グループの内容についての 情報を含めるためのブロック・アクセス・テーブルを構成する圧縮データを含む 場合でも、各グループに非圧縮されたインデックスを含んだ、固定サイズのグル ープに構成される。グループ間の境界は、一定周期のバーストにより示すことが できる。 しかし、レコードだけによりグループ・インデックスに情報を記憶することより も、この実施例では、１つのエンティティが１つ以上のレコードから成る”エン ティティ”によって、グループの内容についての情報を記憶することが必要であ る。この実施例では、エンティティに、各々が同じ非圧縮長を有するｎ個の圧縮 レコードを含めることができる（ｎは１以上の数）。 第５図において、グループＧは、圧縮データの４つの完全なレコードＣＲ，〜Ｃ Ｒ４と、８バイトのヘッダ一部分Ｈから成る単一のエンティティＥＮＴＩＴＹＩ 　（またはＥｌ）によって構成される。レコードＣＲ＋〜ＣＲ，は、同じ非圧縮 長を有しているが、データ圧縮後は、当然具なる長さになる。 データ・ストリーム内における非圧縮状態のままのヘッダ一部分Ｈには、下記の 情報が含まれている： ＨＬ　−ヘッダー長（４ビツト）。（次の１２ビツトは、予約されている）。 ＡＬＧ＃　−データの圧縮に用いられる圧縮アルゴリズムを表わした記憶数１バ イト）。 ＵＢＣ−エンティティ内のレコードに関する非圧縮バイト・カウント（３バイト ）。 ＃ＲＥＣ３−エンティティ内のレコード数（２バイト）。 任意選択により、エンティティ内における各レコードの終端には、各レコードの 圧縮バイト・カウントを納める後書き（ｔｒａｉｌｅｒ　）部分を含むことが可 能である。例えば、後書き部分は、“レコードの終端”　（ＥＯＲ）のコード・ ワードのすぐ後に配置されることになる。 この特徴が存在する場合、ヘッダ一部分において、ヘッダー長ＨＬの後に予約さ れた１２ビツト中に、後書き部分の長さ、例えば、３ビツトを示すこともできる 。 エンティティの各レコードに後書き（ｔｒａｉｌｅｒ　）部分を有する実施例の 一例を第５Ａ図に示す。後書き部分は、各圧縮レコードの終わりにおいて、非圧 縮データストリームに書き込まれる。したがって、第５Ａ図のエンティティには 。ヘッダ一部Ｈおよび、各々に非圧縮後書き部Ｔを有し、非圧縮されたときに同 じ長さの４つの圧縮レコードＣＲ１〜ＣＲ，を含む。 各レコードの後書き部分子Ｒには、レコードの圧縮バイト・カウント（ＣＢＣ） および巡回冗長検査（ＣＲＣ）を含んでいる。後書き部分は、この例では各レコ ードの終わりの６ビツトを占める。後書き部分の長さくＴＬ）は、ヘッダ一部Ｈ に含まれ、ヘッダ一部Ｈの最初のバイトの最後の４ビツトを占める。 後書き部分を含めることにより、５ＫＩＰカウント・エントリはそれに応じて小 さくなるが、ブロック・アクセス・テーブルＴのエントリの特性を変えることは ない。 データストリームへの圧縮バイト・カウントの書込みは、ＤＣドライブまたは適 するように構成された非ＤＣドライブで、リンク・リストにおけるポインタとし て用いて、各圧縮レコードが始まったり終わる位置を推定することができる。 ヘッダーにヘッダ一部分（及び、適合すれば、後書き部分）の長さを含む利点は 、それによって、この長さを変えることが可能になり、同時に、所望の場合には 、ドライブにヘッダーをスキップさせることができるということである。 ブロック・アクセス・テーブルにおける各グループのインデックスには、レコー ドの形ではなく、エンティティの形で、ただし、別様の場合には、第２図〜第４ 図に関連して前述のように、情報が記録される。第５図には、エンティティＥ１ に関するブロック・アクセス・テーブルのエントリも示されいる。 ブロック・アクセス・テーブルＴ内に作成されるエントリのタイプは、第２図〜 第４図に関連して解説のものと同様である。その相違は、この場合、ＦＬＡＧフ ィールドにＣＭＰビットをセットすることによって、エントリがレコードではな く、エンティティに関するバイト・カウントに関連したものであることが示され るという点である。 １つの可能性として、エンティティに圧縮レコードだけしか含めることができな （なるが、これは、望ましい。従って、これは、ＦＬＡＧフィールドにＣＭＰビ ットをセットすると、やはり、Ｃ０ＵＮＴエントリが圧縮バイト・カウントであ ることを表わすことになる。一方、もう１つの可能性として、エンティティに圧 縮データと非圧縮データのいずれかを含み、例えば、エンティティ内のデータが 非圧縮データであることを表わす、全てゼロといった特定のアルゴリズム数を予 約することが可能になる。 レコードではなく、エンティティの形で、ブロック・アクセス・テーブルＴに情 報を記憶することによって、テープにレコードを書き込み、テープからレコード を読み取ることに関連した記憶管理のオーバヘッドが減少する。第２図〜第４図 に示す案を用いる場合には、グループＧに関して、ブロック・アクセス・テーブ ル中の５つのエントリが必要になるが、この場合には、２つのエントリしか必要 ない。 レコードをエンティティに編成すると、読取り及び書込み時に必要なプロセッサ の介入度が低下するので、同じ非圧縮サイズの複数レコードを転送するのが容易 になる。エンティティに含まれるレコードのシーケンスの書込みに必要なプロセ ッサの介入は、ヘッダ一部分の形成と、ブロック・アクセス・テーブル内におけ る適合するエントリの作成だけということになる。対照的に、第１図〜第４図に 関連して説明した既知の案を用いると、各レコード毎にプロセッサの介入が必要 になる。圧縮されたバイト・カウントは、圧縮プロセスの終了後まで未知のため 、これは、データ圧縮に関してとりわけ重要である。従って、あるグループをデ ータで満たそうとする場合、適合するレコード（及び対応するブロック・アクセ ス・テーブルのエンティティ）数が、分らない。あるエントリにブロック・アク セス・テーブルの要件を固定することによって、どれだけのデータのレコードが グループに納まるかに関係なく、グループ全体を１回のプロセッサ介入で満たす ことができるる。データの読取り時にも、同様の利点が得られる。 第６図を参照すると、エンティティ（Ｅｎ）は２つ以上のグループにまたがる場 合もある、例えば、単一の比較的長いレコードＣＲ，を含むエンティティＥ、が 、グループＧ１を充填して、グループＧ２にまで入り込む。第６図には、グルー プＧ、、Ｇ２のブロック・アクセス・テーブル内のエントリも示されている。グ ループ間の連係度を弱めるため、新しいエンティティは、グループ内において、 できるだけ早（開始する、すなわち、前のレコードが圧縮されていなければ、グ ループの開始部において、または、グループ内における最初の圧縮レコードの始 端において、あるいは、前のレコードが圧縮されており、前のグループからはみ 出してきたものである場合には、最初の新しい圧縮レコードの始端において開始 する。従って、圧縮レコードＣＲ。 の終端において、次のエンティティＥ２が開始する。エンティティＥ２には、非 圧縮長の等しい、４つの圧縮レコードＣＲ２〜ＣＲ５か含まれている。 グループには、圧縮データを含むエンティティと、非圧縮データを含む“裸のレ コード”とを混合したものを納めることができるように企図されている。この構 成の一例が、ブロック・アクセス・テーブル内の対応するエントリも示す第７図 に示されている。 グループＧには、ヘッダ一部分Ｈと、３つの圧縮レコードＣＲ，。 ＣＲ２、及び、ＣＲｓから成るエンティティが含まれている。グループＧは、ま た、非圧縮レコードＲ４（ヘッダ一部分を備えていない）も含んでいる。グルー プＧのブロック・アクセス・テーブルＴには、４つのエントリが含まれている： 第１のエントリは、グループ内のエンティティの全バイト・カウント、 第２のエントリは、ファイル・マーク・エントリ（レコードＲ４の開始前に入力 データ内におけるファイル・マークの存在を示す）、第３のエントリは、非圧縮 レコードＲ４の全バイト・カウント、最後のエントリは、５ＫＴＰエントリ。 第７図から注目されるのは、ＣＭＰビット（ＦＬＡＧフィールドの第４のビット ）は、エンティティ・ハイド・カウント・エントリに対してセットされているが 、裸のレコード・バイト・カウント・エントリに対してはセットされていないと いう点である。適切に構成された非ＤＣドライブは、ＣＭＰビットが関連するブ ロック・アクセス・テーブル・エントリにセットされているか否かをチェックす ることによって、圧縮データと非圧縮データが混在したテープ上において、前記 データの識別を行なうことができる。 この案では、エンティティ内の分離マークが認められない。例えば、ホストが、 シーケンスをなす長さの等しいレコードを送信中で、そのシーケンス内にファイ ル・マークまたは他の分離マークが存在する場合、分離マークの前の第１組のレ コードが、１つのエンティティに納められ、分離マークが、テープに書き込まれ 、ファイル・マークに続くシーケンス内の１組のレコードが、第２のエンティテ ィに納められる。もちろん、２つのエンティティに関した対応するエントリと分 離マークが、関連グループのブロック・アクセス・テーブル内に作成される（こ の例には、１つのグループしか含まれていないものと仮定する）。 第８図には、グループのブロック・アクセス・テーブルにおいて可能性のある有 効なエントリのシーケンスが示されている。第８図では、状態及びアクションが 矩形で指定され、ブロック・アクセス・テーブルのエントリが楕円で示されてい る。“スパン”レコード／エンティティは、１つのグループから別のグループへ 延びるものである。 エンティティの存在、及び、エンティティ内において許容される複数圧縮レコー ドの存在を考慮に入れて、各グループのインデックスにおけるグループ情報テー ブルのいくつかのフィールドは、次のように定義される。 レコード・カウント一二のフィールドは、ＢＯＲ以後、現在のグループまで書き 込まれた全てのグループに関するグループ情報テーブルの現在グループ・エント リ（下記参照）におけるレコード数の値の合計を指定する４バイト・フィールド である。 現在グループ内のレコード数−このフィールドは、下記の合計を指定する２ハイ ドのフィールドである： ｉ）現在グループのブロック・アクセス・テーブルにおける分離マーク・エント リの数。 ｌｉ）現在グループのブロック・アクセス・テーブルにおける非圧縮レコード・ エントリの総カウント数。 １１１）現在グループのブロック・アクセス・テーブル内における非圧縮レコー ド・エントリの全カウント数。 ｉｖ）現在グループのブロック・アクセス・テーブルにおけるエンティティ・エ ントリの総カウントまたはエンティティ・エントリの全カウントが存在する、全 てのエンティティ内における圧縮レコード数の合計。 Ｖ）こうしたエントリが存在する場合、現在グループのブロック・アクセス・テ ーブルにエンティティ・エントリの開始部分が存在する、エンティティ内の圧縮 レコード数−１゜ｖｉ）現在グループのブロック・アクセス・テーブルにおける エンティティ・エントリの総カウント数。 前レコードのグループ数−このフィールドは、分離マーク、アクセス・ポイント ・または、非圧縮レコードの始端が生じた最高番号の前グループの実行番号を指 定する２バイト・フィールドである。それには、こうした前グループが存在しな い場合、全てのゼロ・ビットが含まれることになる。 第１図〜第８図に関して解説した固定サイズのグループにおけるレコードの編成 に関連し、一般に、グループは、復元目的のため、互いに独立した状態に保つこ とが望ましい。すなわち、一般に、ＲＥＳＥＴコード・ワードは、各グループの 始端またはその近（に配置することが望ましい。これに関する２つの主たる理由 のうち１つは、グループ間の連係を弱めることによって、コントローラにおいて 必要とされるバッファ・スペース量の減少に役立つ、すなわち、任意の時点にお いてバッファ内に２つ以上のグループを納めなければならない可能性を低下させ ることになるためである。グループの始めにおける辞書ＲＥＳＥＴに対する別の 理由は、グループの中央でレコードを選択的に復元することが所望されるときに 、グループの外側に出て関連辞書を開始させる必要のないことである。 圧縮データへのアクセスを改善するように、各レコードの後にＦＬＵＳＨ条件を 付けることには利点がある（ＦＬＵＳＨコード・ワードは”レコードの終わり（ ＥＯＲ）”コード・ワードとも呼ばれる）。 この特徴により、レコードの前にあるＲＥＳＥＴポイントから復元する必要性に 応じて、レコードを個々に復元することができる。各レコードの終わりにＦＬＵ ＳＨ条件を付けることは、次のレコードからのデータに入れることなく、各レコ ードのデータを復元することができることを意味している。この特徴は、新しい レコードを現行レコードの中心のポイントに付加することを所望する場合にも有 益である。 データ辞書を構成する圧縮データ量は、“圧縮オブジェクト”と呼ばれる。圧縮 オブジェクトは、第９図に示すように、２グル一プ以上のデータにまたがる可能 性がある。レコードが１つのグループからもう１つのグループにオーバラップす る場合、ＲＥＳＥＴコード・ワードは、すぐ隣の圧縮レコードの始端において、 データ・ストリーム内に配置される。 第９図において、グループＧ１は、３つの完全な圧縮レコードＣＲ１、ＣＲ２、 ＣＲｓ　、及び、第４の圧縮レコードＣＲ＜の最初の部分から構成される。レコ ードＣＲ，の最後の部分は、次のグループＧ２に入り込んでいる。この例の場合 、レコードは、エンティティをなすようには編成されない。 データ圧縮時、グループＧ、の始端において、辞書がリセットされる（第９図の Ｒで表示）。ＦＬＵＳＨコード・ワード（Ｆで表示）が、各レコードの終端に位 置するようにデータ・ストリームに挿入される。 現在の辞書は、レコードＣＲ４が終了するまで継続し、その時点で、辞書がリセ ットされる。従って、現在の圧縮オブジェクトは、レコードＣＲ，−ＣＲ，から 構成される。したがって、増大した効率のデータ圧縮により、辞書を、２つ以上 の等しくない非圧縮長のレコードにわたり拡張して用いることができるという利 点がある。 後で、例えば、レコードＣＲ，を選択的に復元することが所望の場合、これは、 レコードＣＲ，の開始部、すなわち、レコードＣＲ，を含む圧縮オブジェクトの 開始部で復元を開始し、レコードＣＲｓの終端まで、データの復元を行なうこと によって可能となる。レコードＣＲ１の終端において“明確な中断”が得られる ようにする、すなわち、レコードＣＲ，の終端において、ＦＬＵＳＨコード・ワ ードのために、レコードＣＲ４の始端に入り込まないようにすることが可能にな る。 したがって、”アクセス・ポイント°間に点在されるフォーマットによりアクセ ス可能なＦＬＵＳＨコード・ワード（フォーマットによりアクセス可能なＲＥＳ ＥＴコード・ワード）を与えることにより、データ圧縮中に辞書を作成するため に用いるデータ量よりも小さなデータ・セグメントの選択的復元をすることがで きる。各レコードの圧縮バイト・カウントはブロック・アクセス・テーブルに記 憶されるので、レコードの終わりにあるＦＬＵＳＨコード・ワードにアクセス可 能である。 該フォーマットでは、°アクセス・ポイント°を形成する圧縮対象の始点、すな わちドライブで復元動作を開始することのできるポイントは、幾つかの方法のう ちの１つにより示すことができる。アクセス・ポイントは、各グループのブロッ ク・アクセス・テーブルにおいて明示的に記すことができる。この他に、アクセ ス・ポイントの存在は、ブロック・アクセス・テーブルの別のエントリにより示 唆することができ、例えば、アルゴリズム番号エントリの存在でさえ、該グルー プの最初の新レコードのはじめにアクセス・ポイントを含むことがある。 また、アルゴリズム番号のビットは、新しい辞書が、該グループの最初の新レコ ードのはじめにおいて開始することを示すために確保しておくこともある。 レコードが、エンティティをなすように編成され、エンティティが第５図〜第７ 図に関連して解説のグループをなすように編成される場合、比較的少量のデータ を納めたエンティティを共用する辞書の利点が得られるようにするため、圧縮オ ブジェクトが、第１Ｏ図に示すように、２つ以上のエンティティにまたがるよう にすることも可能である。 第１０図には、圧縮データに関する３つの定サイズのグループＧ。 、Ｇｚ　、Ｇｓが示されている。グループＧ、には、完全なレコードＣＲ０と、 次のレコードＣＲ２の最初の部分が含まれている。レコードＣＲ，は、エンティ ティＥ１における唯一のレコードである。グループＧ２には、レコードＣＲ２の 中間部分が含まれている。グループＧ、には、レコードＣＲ２の終端部分が含ま れ、さらに、レコードＣＲ１等も含まれている。エンティティＥ２には、単一の 比較的長いレコードＣＲ，が含まれている。 圧縮時、辞書は、グループＧ１の始端でリセットされるが（Ｒで表示）、レコー ドＣＲ，は比較的短いので、圧縮オブジェクトは、レコードＣＲ，及びエンティ ティを越えて延び、レコードＣＲ，及びエンティティＥ２を含んでいる。圧縮オ ブジェクトは、レコードＣＲ２の終端で終了し、新しい圧縮オブジェクトが、レ コードＣＲ，の始端で開始する。 他の可能性には、新辞書の開始を示すための、エンティティ・ヘッグーの非ゼロ ・アルゴリズム番号の存在、およびその他に、予め定められた値、例えばゼロな どを用いるためのアルゴリズム番号ヘッダー・エントリがある。 ブロック・アクセス・テーブルのエンティティの圧縮バイト・カウントを書き込 むことによりアクセス可能な、各エンティティの終わりにあるＦＬＵＳＨコード ・ワードの存在によって、■エンティティ毎に、レコードの選択的復元をするこ とができる。例えば、第１０図を参照するが、エンティティＥ２　（この例では たまたま１つのレコードＣＲ，）の内容は、レコードＣＲ，のはじめからデータ を得ることなく復元することができる。しかし、テープ・フォーマットでアクセ ス可能な最も近い前の辞書の始点であるエンティティＥ１のはじめにあるＲＥＳ ＥＴコード・ワードから復元を開始しなければならない。第２０Ａ図および第２ ０Ｂ図に関して記述するエンティティ・ヘッダーの情報を利用して１つのレコー ド毎にデータを復元することもできる。 エンティティの各レコードに、レコードの圧縮バイト・カウントを含む後書き部 分（第５Ａ図に関してすでに述べた通り）を含み、各レコードの終わりにＦＬＵ ＳＨコード・ワードがある場合、この特徴は、１つのレコード毎に復元を達成す るときに用いることができる。 各圧縮レコードでその固有のエンティティを有するように、テープ全体を書き込 むことができる。これは、選択的復元のためのレコードへのアクセスを改善する が、８バイト・ヘッダー／レコードおよび４バイト・インデックス・エントリ／ レコードのオーバヘッドを伴う。 また、各エンティティのヘッダーを（少なくとも）スキップするためにプロセッ サの介在が要求されるので、多重レコード転送も遅くなる。 もちろん、ＤＣチップはレコードの中間部であっても、アルゴリズムに従って、 データ・ストリームにＲＥＳＥＴコード・ワードを挿入する。以上の説明は、テ ープ・フォーマットによって強制され、認識され、利用されるＲＥＳＥＴコード ・ワードに関するものである。 分かりやすくするために、第５図〜第１０図では、エンティティおよび圧縮対象 に、関連グループのインデックスを含まない。 次に、本発明のヘリカル走査を実施するためのテープ・フォーマットについて解 説する。 後述の記憶方法及び装置は、ＤＡＴ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　５ｔａｎｄａ　ｒ ｄ　（１９８８年３月、日本の東京にあるＥｌｅｃｔｒｏｎｉｃ　Ｉｎｄｕｓｔ ｒｉｅｓ　Ａｓ５ｏｃｉａｔｉｏｎ　ｏｆ　Ｊａｐａｎで決定）に基づ＜ＰＣＭ オーディオ・データの記憶に用いられるのと同様のフォーマットでデータを記憶 するヘリカル走査技法を利用する。ただし、本方法及び装置は、デジタル化オー ディオ情報よりもコンピュータ・データの記憶に適したものである。 第１１図には、テープ・カートリッジ１７からのテープｌＯが、巻き角が９０° になるように、回転ヘッド・ドラム１２を所定の角度で通過するヘリカル走査テ ープ・デツキ１１の基本レイアウトが示されている。動作時、テープｌＯは、ピ ンチ・ローラ１６がテープを押しつけるキャプスタン１５の回転によって、矢印 Ｔが示す方向に、繰出しリール１３から巻取リリール１４に移動し、同時に、ヘ ッド・ドラムは、矢印Ｒで示す方向に回転する。ヘッド・ドラム１２には、角度 的に１８０°間隔をあけて配置された２つの読取り／書込みヘッドＨＡ、ＨＢが 収容される。既知の方法では、これらのヘッドＨＡ、ＨＢは、第１２図に示すよ うに、オーバラップする斜めトラック２０．２１を、それぞれ、テープ１０に書 き込むように構成されている。ヘッドＨＡが書き込むトラックは、正のアジマス を有しており、一方、ＨＢが書き込むトラックは、負のアジマスを有している。 各対をなす正と負のアジマス・トラック２０．２１が、フレームを構成する。　 第１２図には、本発明の装置によって書き込まれるようになっている各トラック の基本フォーマットが示されている。各トラックは、２つのマージン区域２２． ２つのサブ区域２３．２つのＡＴＦ　（自動トラック追従）区域２４、及び、主 区域２５から構成される。ＡＴＦ区域２４は、ヘッドＨＡ、ＨＢが、既知の方法 で正確にトラックを追従できるようにする信号を供給する。主区域２５には、い くつかの補助的な情報も記憶されるが、主として、該装置に供給されるデータ（ ユーザ・データ）の記憶に用いられる。主区域及びサブ区域に記憶される補助的 情報の項目は、サブ・コードとして知られており、例えば、ユーザ・データ、テ ープに対するそのマツピング、いくつかの記録パラメータ（フォーマットのアイ デンティティ、テープ・パラメータ他）、及び、テープの使用記録の論理的編成 に関するものである。 次に、前述のＤＡＴ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　５ｔａｎｄａｒｄに適合するブロ ック・サイズに関する詳細を含む、主区域２５及びサブ区域２３、発明の詳細な 説明を行なうものとする。 第１３図には、トラックの主区域２５に関するデータ・フォーマットが示されて いる。主区域は、それぞれ、長さが３６バイトの１３０のブロックから構成され ている。最初の２つのブロック２６は、再生時におけるタイミングの同期を容易 にするタイミング・データ・パターンを納めたプリアンプルである。残りの１２ ８のブロック２７が、“主データ区域”を構成する。主データ区域の各ブロック ２７は、４バイトの“主ＩＤ”領域２８と、３２バイトの“主データ”領域２９ から構成され、その構成は、第１３図の下部に示されている。 主ＩＤ領域２８は、同期バイト、２つの情報を納めたバイトＷ１、Ｗ２、及びパ リティ・バイトから構成される。バイトＷ２は、全体としてブロックに関連した 情報（タイプ及びアドレス）の記憶に用いられ、一方、バイトＷ１は、サブ・コ ードの記憶に用いられる。 各ブロック２７の主データ領域２９は、一般に、ユーザ・データとユーザ・デー タ・パリティの両方または一方によって構成される３２のバイトから構成される 。ただし、所望の場合には、主データ領域にサブ・コードを記憶することも可能 である。 第１４図には、トラックの各サブ区域２３におけるデータ・フォーマットが示さ れている。サブ領域は、それぞれ、長さが３６ハイトの１１のブロックから構成 される。最初の２ブロツク３０は、プリアンプルであり、一方、最後のブロック ３１は、ポストアンブルである。 残りの８ブロツク３２は、“サブ・データ区域”を構成する。各ブロック３２は 、４バイトの“サブＩＤ”領域３３と、３２バイトの“サブ・データ”領域３４ から構成され、その構成は、第１４図の下部に示されている。 サブＩＤ領域３３は、同期バイト、２つの情報を納めたバイトＳＷ１、ＳＷ２、 及び、パリティ・バイトから構成される。バイトＳＷ２は、全体としてブロック に関する情報（タイプ及びアドレス）及びサブ・データ領域３４の構成を記憶す るのに用いられる。バイトＳＷ１は、サブ・コードの記憶に用いられる。 各ブロック３２のサブ・データ領域３４は、４つの８バイトの“パック”３５に まとめられた３２バイトから構成される。これらのパック３５は、サブ・コード の記憶に用いられ、記憶されるサブ・コードのタイプは、各パックの最初の半バ イトを占めるパック・タイプ・ラベルによって表示される。全偶数ブロックの第 ４のパック３５は、ゼロにセットすることもできるし、さもなければ、第３のパ ックと同じにする場合もあり、一方、全奇数ブロックの第４のパックについては 、そのブロック及び先行ブロックの両方に関する最初の３つのパックについて、 パリティ・チェック・データを記憶するために用いられる。 要するに、ユーザ・データは、各トラックの主データ領域ブロック２７の主デー タ領域２９に記憶され、一方、サブ・コードは、サブ・データ領域ブロック３２ のサブＩＤ及びサブ・データ領域３３．３４と、主データ区域ブロック２７の主 データ領域２８．２９の両方に記憶することができる。 本説明のため間層となるサブ・コードは、特定のトラックが属しているテープ区 域の識別に用いられる区域ＩＤサブ・コードと、レコード及び分離マークのカウ ントの記憶に用いられるいくつかのサブ・コートである。区域ＩＤサブ・コード は、３つの位置に記憶される４ヒツト・コードである。まず、該サブ・コートは 、トラックのサブ・データ区域における全ブロックのサブ・データ領域３４の第 ３と第４のパックに記憶される。次に、それは、最初のブロックから始まる、ト ープ区域については、第１５図に関連して後述する。 レコード及び分離マークのカウントを記憶するために用いられるサブ・コードが 、テープのデータ区域内における各トラックのサブ・データ区域における全ブロ ックのサブ・データ領域３４の最初の２つのパック３５に記憶される（第１５図 に関して後で参照のこと）。これらのカウントは、前述のグループ情報テーブル におけるカウントと同じ累積カウントである。これらのカウントは、テープの高 速探索に用いられ、このプロセスを容易にするため、グループを構成する１組の フレームにわたって一定しており、グループをなすフレームのトラックに記憶さ れるカウントは、グループの終端に適用可能なカウントである。 次に、本記憶方法及び装置によって実現するテープに沿ったフレームの一般的な 編成について考察する。例えば、第１５図を参照すると、テープは、３つの主た る区域、すなわち、リート・イン区域３６、データ区域３７、及び、データの終 り（ＥＯＤ）区域３８に編成されることが分る。テープの両端は、ＲＯＭ（媒体 の始端）及びＥＯＭ（媒体の終端）と呼ばれる。ユーザ・データは、データ区域 ３７のフレームに記録される。リード・イン区域３６には、記録の始端ＢＯＲマ ークと、システム情報か記憶されているデータ区域３７の間の区域が含まれてい る。区域ＩＤサブ・コートは、システム区域、データ区域３７、及び、ＥＯＤ区 域３８を互いに区別できるようにする。 データ区域のフレーム４８は、それぞれ、一定数のフレーム（例えば、２２）か らなるグループ３９にまとめられ、任意選択により、これらのグループ３９は、 所定の内容を備えた１つ以上のアングル・フレームによって互いに分離される。 ユーザ・データ・レコードの編成に関連して、これらのグループは、第１図（Ｃ ）に関連して解説のグループ３に対応する。従って、こうしたグループ３９にユ ーザ・データを組み入れても、ユーザ・データの論理セグメンテーションとは無 関係であり、このセグメンテーションに関する情報（レコード・マーク、分離マ ーク）は、グループ内のユーザ・データの端に位置するインデックス４０に納め られる（インデックスは、実際には、グループ内におけるユーザ・データ空間を 占有する）。第１５図には、グループの最後のフレームの最終部分を占めるイン デックスが示されているが、これが正しいのは、データがテープに記録される前 に通常実施されるバイトのインターリーブ動作に先立つデータ構成に関してのみ であるが、本目的のため、インターリーブ動作を無視することができる。 実際には、インデックス内の情報は、グループにおけるトラックの主データ区域 内で物理的に分散している。 第２図には、インデックス４の内容が示されており、前述のように、インデック スは、２つの主データ構造、すなわち、グループ情報テーブル及びブロック・ア クセス・テーブルから構成される。グループ情報テーブルは、グループの終端に おける定位置に記憶され、グループの内容と関係な（同じサイズである。対照的 に、ブロック・アクセス・テーブルは、グループの内容に従ってサイズが変動し 、グループ情報テーブルから逆方向に延びて、グループのフレームにおけるユー ザ・データ区域の残りの部分内に入り込む。ブロック・アクセス・テーブル内に おいて、エントリはグループ情報テーブルから実際のユーザ・データすなわち゛ パット°との境界へと逆方向に作成される。 第１５図には、データ区域グループ３９内におけるサブ・データ区域ブロック３ ２の内容も示されている。前述のように、最初の２つのパックには、分離マーク ・カウントか含まれ、第２のベック３５には、レコード・カウントＲＣ（定義済 み）も含まれ、第３のパック３５には、区域ＩＤ及び絶対フレーム・カウントＡ ＦＣが含まれている。グループ内の全てのトラックに関して、カウントＦＭＣ， 及び、サブ、データ区域ブロックに保持されたＲＣは、グループ・インデックス ４０のグループ情報テーブル４１に保持されたものと同じである。 第１６図は、上述のテープ・フォーマットに従ってユーザ・データを圧縮し、記 録するための記憶装置のブロック図である。該装置には、第１１図に関連して部 分的に既述したテープ・デツキ１１か含まれている。テープ・デツキ以外に、該 装置には、バス５５を介して該装置とホスト・コンピュータ（不図示）のインタ ーフェイスを行なうインターフェイス・ユニット５０、主データ区域及びサブ・ データ区域ブロック２Ｔ及び３２に納められ、そこから取り出されるユーザ・レ コード・データ及び分離データに処理を施すデータ圧縮プロセッサ（ＤＣＰ）及 びフレーム・データ・プロセッサ５２から構成されるグループ・プロセッサ５１ 、トラックの書込み／読取りを行ない、２つのヘッド）（Ａ、ＨＢを適宜スイッ チするための信号を合成／分解する信号編成器５３、及び、インターフェイス・ ユニット５０を介してコンピュータから受信する指令に応答し、該装置の動作を 制御するためのシステム・コントローラが含まれている。該装置の主コンポーネ ント・ユニットのそれぞれについて、以下でさらに説明を行なうものとする。 まず、データ圧縮プロセッサ（ＤＣＰ）またはデータ圧縮エンジンの構造及び動 作について述べることにする。 第１７図を参照するが、エンジンの中心部は、ＬＺＷアルゴリズムにしたがって 、与えられたデータに圧縮および復元を行うことのできるＶＬＳ　Ｉデータ圧縮 チップ（ＤＣチップ）である。しかし、一度に、２つのプロセス（圧縮または復 元）のうちの１つだけしかすることができない。チップを流れるデータの速度を 平滑にするために、ＤＣチップの入力および主力に、２つの先入れ先出しくＦ　 Ｉ　ＦＯ）メモリがある。一部のデータ・パターンでは、処理するのに、他のパ ターンよりも多（のクロック・サイクル／バイトを要するので、チップを流れる データ速度は一定ではない。瞬間データ速度は、現在の圧縮比および辞書エント リの衝突回数により決まるが、そのいずれも、現在のデータおよび最後の辞書Ｒ ＥＳＥＴ以来のデータの全シーケンスにより異なる。サブシステムの第三セクシ ョンは、現在の辞書エントリの局所記憶のために使用する外部辞書メモリ（ＥＤ Ｍ）を形成するスタティックＲＡＭ列である。該エントリには、文字、コード・ ワード・ポインタ、および制御フラグを含む。 第１８図には、ＤＣ集積回路のブロック図が示されている。ＤＣチップは、３つ のブロック、すなわち、入力／出力変換器（ＩＯＣ）、圧縮及び復元変換器（Ｃ ＤＣ）　、及び、マイクロプロセッサ・インターフェイス（ＭＰＩ）に分割され る。 ＭＰＩセクションは、ＤＣチップを制御し、観測するための機能を提供する。該 セクションには、６つの制御レジスタ、８つの状態レジスタ、２つの２０ビツト 入力及び出力バイト・カウンタ、及び、プログラマブル自動辞書リセット回路が 含まれている。制御及び状態レジスタに対するアクセスは、汎用８ビツト・マイ クロプロセッサ・インターフェイス・バスを介して行なわれる。制御レジスタは 、各種チップ機能を使用可能及び使用禁止にし、該チップをさまざまな動作モー ド（圧縮、復元、排出、または、モニタ）にする。状態レジスタは、チップ内の ２０ビツト・カウンタ及び各種状況フラグにアクセスする。 辞書をかなり頻繁にリセットすることによって、圧縮比の改善が可能であること が分った。これは、特に、圧縮されるデータ・ストリームに同様のバイト・スト リングがごくわずかしか含まれていない場合にあてはまる。頻繁な辞書のりセッ トには、２つの重要な利点がある。 第１に、辞書をリセットすると、コード・ワード長が９ビツトに戻る。 第２に、このデータ・ストリームを反映した新しい辞書エントリを作成すること ができる（一種の適応）。ＤＣチップのインターフェイス・セクションには、圧 縮比を動的にモニタし、適合すると、辞書を自動的にリセットする回路要素が含 まれている。データに冗長性がほとんどないか、あるいは、全くなければ、はと んどのデータ圧縮アルゴリズムは、その出力を拡張する。 ＩＯＣセクションは、バイト・ストリームと可変長コード・ワード（９ヒツト〜 １２ヒツトの範囲）のストリームとの間における変換プロセスを管理する。８つ の予約コード・ワードのうちの２つが、ＩＯＣによって排他的に用いられる。こ れらのコード・ワードの１つは、ＩＯＣに対し、コード・ワードの長さを１つだ けインクリメントしなければならないことを命じるために用いられる。例えば、 コード・ワード・サイズのプロセスは、ＣＤＣセクションから切り離される一Ｉ ＯＣは、独立したパイプ・ライン・プロセスに従って処理を行なうので、ＣＤＣ は、ＩＯＣによって減速することなく、圧縮または復元を行なうことが可能にな る。 ＦＬＵＳＨ（または“　レコードの終わり゛　（ＦＯＲ））コード・ワードであ る第二予約コード・ワードは、次のコード・ワードがデータの現在のパケットに 関連する最後のコード・ワードであること、すなわちＦＬＵＳＨコード・ワード が実際には圧縮レコードの最後から２番目であることをＩＯＣに警告する。この 情報から、ＩＯＣは、そのバッキング・ルーチンを終了し、バイト境界で終わる ことを知る。この特徴により、このパケットをその構成パケットに復元する機能 を維持しながら、多数の入力パケットを１つの隣接出力パケットに圧縮すること ができる。ＩＯＣは、警告することなく、データを入力から出力に直接送ったり 、データの可能な圧縮比をモニタしながらデータを送ることもできる。これらの 特徴は、別のレヘルの拡張保護として用いることかできる。 ＣＤＣセクションは、復元データから圧縮データへの変換、及び、この逆を実施 するエンジンである。このセクションは、最大データ・スループットに合わせて 調整された制御、データ経路、及び、メモリ素子から構成される。ＣＤＣは、２ つの１２ビツト・ハスを介してＩＯＣとインターフェイスする。圧縮時、ＩＯＣ は、入力バイトをＣＤＣセクションへ排出し、そこでコート・ワードに変換する 。これらのコード・ワードは、ＩＯＣに送られ、ハイドをなすようにバックされ て、チップから送り出される。逆に、復元時に、ＩＯＣは、入力バイト・ストリ ームをコード・ワードのストリームに変換し、これらのコード・ワードをＣＤＣ セクションに送って、これらがバイト・ストリームに変換され、ＩＯＣに送られ るようにする。ＣＤＣセクションは、また、辞書エントリの記憶に用いられる外 部ＲＡＭに対して直接インターフェイスする。 ＣＤＣは、２つの予約コート・ワードを利用する。第１の予約コート・ワードは 、辞書がリセットされた場合にはいつでも用いられる。 このコード・ワードの発生によって、２つのアクションが生じる。すなわち、Ｉ ＯＣは、９ビツトのコード・ワードをバックまたはアンバックする状態に戻り、 ＣＤＣは、現在の辞書をリセットし、新しい辞書の構築を開始する。辞書のリセ ットは、マイロプロセッサの制御を介してＭＰＩによって、あるいは、自動リセ ット回路要素によって要求される。第２の予約コード・ワードは、ＣＤＣが新し い辞書エントリを構築しようとしていて、利用可能な外部ＲＡＭを使い果たすと 、いつでも圧縮時に生成されることになる。この事象は、外部ＲＡＭが十分であ れば、めったに生じることはない。ただし、メモリの量か減少すると、ＣＤＣが 遭遇する辞書衝突が多くなりすぎて、新しい辞書エントリの構築かできなくなる 可能性か高くなる。外部メモリが小さくなり、不可避的に辞書の衝突が増すと、 データ・スループット及び圧縮性能は、わずかに劣化する。ＣＤＣによる復元時 には、復元プロセスが、圧縮プロセスと同じポイント辞書エントリの構築を停止 することを保証するため、この“全辞書”コートも用いられる。 次に、第１６図に戻ると、データ記憶装置は、コンピュータからの指令に応答し て、テープをロート／アンロードし、データ・レコードまたは分離マークを記憶 し、データ圧縮を可能にし、選択された分離マークまたはレコードを探索し、次 のレコードを読み返すように構成されている。 インターフェイス・ユニット５０は、コンピュータから指令を受けて、装置をコ ンピュータの間におけるデータ・レコード及び分離マークの転送を管理するよう になっている。コンピュータから指令を受信すると、インターフェイス・ユニッ ト５０は、システム・コントローラ５４に送り、該コントローラは、そのうち、 インターフェイス・ユニット５０を介して、もとの指令に従うか否かを表わす返 答をコンピュータに送り返す。該装置が、システム・コントローラ５４によって 、コンピュータからの指令に応答し、データの記憶または読取りを行なうように セット・アップされると、インターフェイス・ユニット５０は、コンピュータと グループ・プロセッサ５１の間におけるレコード及び分離マークの移送も制御す る。 データ記憶時、グループ・プロセッサ５１は、必要があれば、ユーザ・データを 圧縮し、データ・レコードの形でそれに与えられるユーザ・データを、それぞれ 、データ・グループに対応するデータ・パッケージに編成するように構成されて いる。プロセッサ５１は、また、各グループ毎に、インデックスと、対応するサ ブ・コートを構成するようになっている。読取り時には、グループ・プロセッサ は、復元前に、テープから読み取られたグループからデータ・レコード及び分離 マークを回復できるようにする逆プロセスを実施する。 グループ・プロセッサ５１の形態が、第１９図に示されている。グループ・プロ セッサ５１の中心をなすのは、２つ以上（例えば２つ）のグループをなすデータ 量を保持するようになっているバッファ５６である。入力データ及び出力データ に対するバッファ空間の割当ては、バッファ空間マネージャ５７によって制御さ れる。プロセッサ５１は、第１のインターフェイス・マネーンヤ５８を介してイ ンターフェイス５０と、第２のインターフェイス・マネージャ５９を介してフレ ーム・データ・プロセッサ５２と通信する。グループ化プロセスの全体的な制御 は、記録時にグループ・インデックス及び関連コートを生成しく機能ブロック６ １）、読取り時にサブ・コードを生成する（機能ブロック６２）グループ化マネ ージャ６０によって実施される。グループ化マネージャ６０は、システム・コン トローラ５４と協調信号を交換するようになっている。 ＤＣプロセッサＤＣＰは、テープに記憶するためにデータを圧縮したり、あるい は、ホストによる読取りのためにデータを復元したりする働きをする。制御信号 の交換のため、ＤＣプロセッサＤＣＰと、インターフェイス・マネージャ５８、 バッファ５６、バッファ空間マネージャ５７、及び、グループ化マネージャ６０ との間で、相互接続が行なわれている。 グループ化マネージャ６０は、また、圧縮データをエンティティに編集して、エ ンティティに関するヘッダ一部分を生成するエンティティ・マネージャ（ＥＭ） から構成される。グループ化マネージャ６０及びバッファ空間マネージャ５７は 、制御コンポーネントであり、テープに書き込むデータは、それらを介して送ら れるのではなく、バッファ５６からインターフェイス・マネージャ５９へ直接送 られる。 記録時に、ホストが、データ・レコードを送り出す際、インターフェイス・ユニ ット５０は、バッファ空間マネージャ５７に対しくインターフェイス・マネージ ャ５８を介して）、プロセッサ５１がレコードを受（ｊ取る準備が整ったか否か を問い合わせる１、）＼ソファ空間マネージャ５７は、最初、゛待機°応答を送 るが、そのうち、ホス１−からハファ５６へのデータ・レコー　ドの転送を可能 にする４゜データが圧縮される場合（システム・コントローラ５４からの制御信 号に従って）、ＤＣプロセッサは、前述のように、データ圧縮アルゴリズムに基 づき、レコード内のデータの一部の代りにコート・ワードを用いる。 データストリームの特定ポイントでの、アクセス可能なＲＥＳＥＴおよびＦＬＵ ＳＨコード・ワードの書込みは、簡単な方法、例えば各レコード後のりセント、 などにより指定することができるならば、ＤＣプロセッサＤＣＰにプログラムす ることができる。この他に、あるいは同様に、フォーマットにしたがうＲＥＳＥ ＴおよびＦＬＵＳＨコート・ワードの書込みは、システム・コントローラ５４に より制御することができ、例えば、各レコードの終わりに自動的に書き込まれる ＦＬＵＳＨコード・ワード、およびシステム・コントローラ５４からの信号にし たがって書込まれるＲＥＳＥＴコード・ワードがある。 第１９図は、゛　インライン′　システムと呼ぶことがあり、ここではＤＣプロ セッサＤＣＰがインタフェース・マネージャ５８とバッファ５６の間に置かれて いる。圧縮中に、データは、インタフェース・マネージャ５８からＤＣプロセッ サを通りバッファ５６に流れる。復元中に、データは、バッファ５６からＤＣプ ロセッサを通りインタフェース・マネージャ５６に流れる。インタフェース・マ ネージャ５６とＤＣプロセッサＤＣＰとの間に著しいバッファリングはない。 システム透視図から圧縮中に“フラッシュ”状態が都合よく得られる。Ｘハイド が入力し、Ｙハイドが出力する。 復元中の同じフラッシュ状態も同様に都合よく得られる。Ｙノ・イトが入力し、 Ｘバイトが出力する。これらの起こることができたり起こらなければならない境 界は、圧縮中のそれと同じである。圧縮中に特別Ｆ　Ｌ　Ｕ　Ｓ　Ｈコード・ワ ードを出力し、復元中の検出されたときにいつでもフラッシュすることにより、 圧縮／復元システムで幾つかの利点か得られる。 ＤＣ／ステムを用いないバッファへの書込みでは、インタフェース・マネージャ からバッファへのＮハイドの転送をセットアツプおよび完了することが伴う。Ｄ Ｃシステムを用いると、これは２回の転送になり、ＤＣプロセッサへのＮバイト の転送、およびそこからバッファへのＭバイトの転送がある。転送が完了したな らば、転送に対応するすべてのデータをバッファの中に入れることが望ましい。 したがって、ＤＣシステムをフラッシュしなければならない。 バッファからの読取りでは、バッファからインタフェース・マネージャへのＮバ イトの転送をセットアツプすることが必要である。ＤＣシステムを用いるときに は、バッファ５６からＤＣプロセッサへのＭバイトの転送、およびそこからイン タフェース・マネージャ５８への転送になる。転送が完了したならば、再び、Ｄ Ｃプロセッサをフラッシュすることが望ましい。 一般に、複数レコードの転送は、レコードがより短かければ道理にかなうが、ホ ストは、１度に１つずつレコードを転送する。 本システムでは、ＲＥＳＥＴおよびＦＬＵＳＨ機能が分離している。 これまでの記述では辞書のリセットについて何も示唆していないことを書き留め ておく。ＦＬＵＳＨ機能は、ＲＥＳＥＴ機能と全く分離されている。これらを分 離することにより、辞書に影響を及ぼしたり、圧縮比および処理量に及ぼされる それ以後の影響もなく、転送間の境界をデータに導入することができる。ＤＣシ ステムは辞書を完全に作成する前にフラッシュすることができるので、類レコー ド・システムでさえ完全な辞書を用いることかできる。非常に優れた圧縮比をも たらす“優れた”辞書が作成されたならば、それ以上のレコード中に再び作成す る必要はない。ＲＥＳＥＴとＦＬＵＳＨとを結合すると、これらの利点は失われ る。 グループ化マネージャ６０は、バッファ空間マネージャ５７に接続されており、 バッファ空間マネージャ５７に対して、グループのインデックス区域内に入り込 む前に、グループがどれだけのデータを受け入れることができるかを知らせる。 バッファ空間マネージャ５７は、最大数のバイトを現在グループに転送したか、 あるいは、ホストから最後のハイドを受け取った場合には、必ず、グルニブ化マ ネージャに通告する。 ホストから転送される全てをグループ内に納めることができない場合、グループ の境界に“またがる“と言う。転送の最初の部分は、１つのグループに納められ 、残りの部分は、後続のグループに納められる。バッファ空間マネージャ５７は 、ホストが構築される現在グループに納まる量を超えるデータを供給しようとす る場合、グループ化マネージャ６０に知らせる。またがらなければ、グループ・ インデックスか更新され、グループ化マネージャ６０は、別の書込み指令を待つ 。 またがることになれば、現在グループのインデックスが更新され、そのグループ は、テープに対する書込みに利用できる。次のグループが開始され、ホストから のデータは、その新しいグループの始端に直接入り込む。 レコードは、その一部を形成することになるグループ内における、レコード・デ ータの最終的な位置決めに対応するバッファ位置へ転送される。レコード・サイ ズの情報は、グループ化マネージャ６０に送られる。ホストが分離表示を送ると 、これも、グループ化マネージャ６０に対して経路指定される。グループ化マネ ージャは、分離マーク及びＢＯＲからのレコード・カウントを記憶しておき、グ ループのインデックス及び分離カウンタ及びレコード・カウントのサブ・コード の構成時にこの情報を利用する。インデックスは、グループの終端におけるその 位置に適合するバッファ内の位置に構成される。 並行して、エンティティ・マネージャＥＭは、圧縮レコード・データを含む、現 在エンティティに関するエンティティ・ヘッダ一部分を生成する。ヘッダ一部分 は、圧縮されない。エンティティ・マネージャＥＭは、エンティティ情報を管理 する規則を確実に遵守する責任がある。該規則は、次の通りである。 ａ）： １）グループの始端後、できるだけ早く、１１）ホストから送られるレコードの 非圧縮サイズが、変化すると、１ｉｉ）圧縮アルゴリズムが、変化すると、新し いエンティティを開始する。 （上記ｌ）及び１ｉｉ）に関して、アクセス・ポイントの必要から、新しいエン ティティの開始が必要になり、適合する信号が、グループ化マネージャ６０から データ圧縮プロセッサＤＣＰに送られる。）ｂ）： １）非圧縮レコードの記憶が必要な場合、１１）分離マークの記憶が必要な場合 、エンティティを終了する。 各エンティティの形成によってＢＡＴエントリがトリガされる。 グループが一杯になると、新しいグループが開始されるまで、データ圧縮及びエ ンティティ構築のプロセスが停止する。 入力データを圧縮すべきでない場合、データは、不変のまま、ＤＣプロセッサＤ ＣＰを通過し、エンティティ°マネージャＥＭは、非活動状態になる。復元レコ ードは、エンティティの一部を形成することなく、直接グループをなすように編 成され、レコードに関する情報は、グループ・インデックスに納められる。 グループ（そのインデックス及びサブ・コードを含む）がアセンブルされると、 フレーム・データ・プロセッサ５２に転送されて、２２の順次フレームの主デー タ区域及びサブ・データ区域を構成するブロツクに編成される。フレームＩＤに 関する情報は、データ・ストリーム内にある。３フレ一ム分のデータ量の記憶が 可能なフレーム・データ・プロセッサ５２において、グループ・プロセッサと小 形バッファの間には、連続したデータ・ストリームがある。 前述のように、テープに記録されたフレームのグループ間に、１つ以上のアンプ ル・フレームを挿入するのが望ましい場合ある。これは、フレーム・データ・プ ロセッサ５２が、グループ・プロセッサ５１からの命令によって、あるいは、プ ロセッサ５２がグループ構造を承知している場合には、自動的に、グループの終 端にこうしたアンプル・フレームを生成するように構成することによって、可能 になる。 バッファ５６を、２グループに相当するデータを保持することができるようなサ イズにすることにより、プロセッサ５１の全体の動作では、１つのグループを読 み込み、１つのグループを処理および出力して、できる限り容易に保つことがで きる。書込み中には、ホストからのデータを用いて１つのグループを作成し、別 のグループはテープに書き込まれる。 テープからデータを読み取っている間、グループ・プロセッサ５１は、フレーム ・データ・プロセッサ５２からフレーム毎にユーザ・データとサブ・コートを受 け取るようになっており、該データは、バッファ５６に書き込まれて、グループ を形成する。次に、グループ・プロセッサ５１はグループ・インデックスにアク セスして、グループ内におけるユーザ・データの論理的編成（レコード／エンテ ィティ構造、分離マーク）に関する情報、及び、データが圧縮されているか否か の表示を回復することかできる。 データが復元されると、あるいは、データは、圧縮されているが、圧縮形式でホ ストに読み返されて、ソフトウェア復元か施されると、グループ・プロセッサ５ １は、インターフェイス５０を介してホストに要求されたレコードまたは分離マ ークを送ることが可能になるが、この場合、データは、不変のままＤＣプロセッ サＤＣＰを通過する。 圧縮データのエンティティ・ヘッダ一部分は、非ＤＣドライブによってホストに 送り返され、ホストによって利用される。 データを圧縮して復元する場合、データは、すてに述ぺたようにしてＤＣプロセ ッサＤＣＰにより復元してから、ホストに送られる。 各エンティティからのヘッダ部は、ＤＣドライブで使用されるが、ＤＣプロセッ サＤＣＰに送られない。ヘッダ部のアルゴリズム番号は、ＤＣプロセッサＤＣＰ で用いるアルゴリズムと一致しているかどうかがチェックされる。さらに、エン ティティの圧縮レコード数はヘッダ部から得られ、エンティティ・データをＤＣ プロセッサＤＣＰに送るときに行われるレコードのカウントダウンをすることが できる。 フレーム・データをアセンブルして、１グル一プ分のデータに戻すのを容易化す るため、フレームがテープに書き込まれる時、各フレーム毎に、グループ内シー ケンス番号のタグを付けることができる。このグループ内番号は、例えば、フレ ームの各トラックの主データ区域における第１ブロツクの主データ領域のヘッダ ーに含まれるサブ・コードとして示すことができる。このサブ・コードは、読取 りの際、グループ・プロセッサ５１に送られると、関連フレームがバッファ５６ 内のどの位置に納められるか判定するために用いられる。 フレーム・データ・プロセッサ５２は、機能的に、主データ区域（ＭＤＡ）プロ セッサ６５、サブ・データ区域（ＳＤＡ）プロセッサ６６、及び、サブ・コード ・ユニット６７から構成される（実際、これらの機能素子は、適合するプロセス を実行する単一のマイクロプロセッサで構成することができる）。 サブ・コード・ユニット６７は、書込み時には、必要に応じてプロセッサ６５及 び６６にサブ・コードを与え、読取り時には、プロセッサ６５．６６からサブ・ コートを受け取って、分配するようになっている。情報の内容に応じて、サブ・ コートは、グループ・プロセッサ５１またはシステム・コントローラ５４が生成 ／要求することができ、分離マーク・カウント・サブ・コードは、例えば、グル ープ・プロセッサ５１によって判定／利用され、一方、区域ＩＤサブ・コートは 、コントローラ５４によって判定／利用される。いくつかの書込みパラメータの ような非変動サブ・コードの場合、ユニット６７にサブ・コードを永久記憶する こともできる。さらに、サブ・コート・ユニット６７自体によって、便宜上、フ レーム従属サブ・コードを生成することも可能である。 ＭＤＡプロセッサ６５は、関連するサブ・コードと共に、１フレ一ム分のユーザ ・データを１度に処理するようになっている。例えば、−プロセッサ６５は、記 録時、ユニット６７からのサブ・コートと共にグループ・プロセッサ５１から１ フレ一ム分のユーザ・データを受け取る。ユーザ・データを受け取ると、プロセ ッサ６５は、データをインターリーブし、結果得られるデータ及びサブ・コード をアセンブルして、フレームを構成する２つのトラックに関する主データ区域ブ ロックを出力する前に、エラー補正コードの計算を行なう。実際、ユーザ・デー タとサブ・コートのアセンブル前に、データのスクランプリング（ランダム化） を実施することで、トラック信号のデータ内容に関係なく、−貫したＲＦエンベ ロープを確保することができる。 読取り時、プロセッサ６５は、同じフレームに関連した２組の主データ区域ブロ ックに対して逆のプロセスを実施する。スクランプリングを施していない、エラ ー補正を加えた、ディンターリーブされたユーザ・データが、グループ・プロセ ッサ５１に送られ、サブ・コードが、ユニット６７によって切り離され、必要に 応じて、プロセッサ５１とシステム・コントローラ５４のいずれかに分配される 。 ＳＤＡプロセッサ６６の動作は、トラックのサブ・データ区域に関連したサブ・ コードに従って動作し、これらのサブ・コートをサブ・データ区域ブロックに合 成したり、サブ・データ区域ブロックを分解して、サブ・コードにしたりすると いう点を除けば、プロセッサ６５と同様である。 信号編成器５３は、記録（データ書込み）時に、ＡＴＦ回路８０からのＡＴＦ信 号と共に、フレーム・データ・プロセッサ５２によって与えられる主データ区域 ブロック及びサブ・データ・区域ブロックをアセンブルし、各順次トラックに記 録される信号を形成するようになっているフォーマツタ／セパレータ・ユニット ７０から構成される。 ユニット７０が必要とする場合には、トラック信号に、必要なブリアセンブル及 びポストアンブル・パターンも挿入される。ヘッド・ドラムの回転に応答してパ ルス発生器８１の出力か供給されるタイミング発生器７１によって、ユニット７ ０の動作とヘッドＨＡ、ＨＢの回転を協調させるタイミング信号が加えられる。 ユニットから回線７２に出力されるトラック信号は、ヘッド・スイッチ７３、そ れぞれのヘッド駆動増幅器７４、及び、記録位置にセットされた記録／再生スイ ッチ７５を介して、ヘッドＨＡ及びヘッドＨＢに対し交互に送られる。 ヘッド・スイッチ７３は、適正に調時されたタイミング発生器７１からの信号に よって動作する。 再生（データ読取り）時、ヘッドＨＡ及びＨＢによって交互に発生するトラック 信号は、記録／再生スイッチ７５（この場合、再生位置にセットされている）、 それぞれの読取り増幅器７６、第２のヘッド・スイッチ７７、及び、クロック回 復回路７８を介して、フォーマ・ｙり／セパレータ・ユニット７０に送られる。 ヘッド・スイッチ７７の動作は、ヘッド・スイッチ７３と同じやり方で制御され る。この場合、ユニット７０は、ＡＴＦ信号を切り離して、回路８０に送り、主 データ区域ブロック及びサブ・データ区域ブロックをフレーム・データ・プロセ ッサ５２に送る働きをする。プロセッサ５２には、クロック回復回路７８からク ロック信号も送られる。 スイッチ７５は、システム・コントローラ５４の制御を受ける。 テープ・デツキ１１は、４つのサーボ、すなわち、キャプスタン１５の回転を制 御するためのキャブズタン・サーボ８２、それぞれ、リール１４．１５の回転を 制御する第１と第２のリール・サーボ８３．８４、及び、ヘット・ドラム１２の 回転を制御するドラム・サーボ８５から構成される。各サーボには、両方とも、 サーボによって制御される素子に結合された、モータＭ及び回転検出器りが含ま れている。 リール・サーボ８３．８４には、媒体の始端（ＢＯＭ）及び媒体の終端（ＥＯＭ ）の検知手段８６が連係しているが、これらの手段８６は、例えば、どちらであ れ、テープの巻取りのために駆動されているリール（テープの移動方向によって 決まる）のモータ電流は、ＢＯＭ／ＥＯＭにおけるモータの停動時には大幅に増 加するので、モータ電流の検知に基づくことが可能である。 テープ・デツキ１１には、さらに、データ記録時に、テープに対する記録のため のＡＴＦ信号を発生する自動トラック追従回路８ｏが設けられている。読取り時 、ＡＴＦ回路８０は、テープから読み取られたＡＴＦ　ｌ−ラック信号に応答し て、キャブズタン・サーボ８２に調整信号を加え、ヘッドＨＡＳＨＢとテープに 記録されたトラックとの適正なアライメントがとれるようにする。テープ・デツ キ１１には、ヘッドＨＡＳＨＢの回転に同期したタイミング・パルスを発生する パルス発生器８１も含まれている。 テープ・デツキ１１の動作は、サーボ８２〜８５及びＢＯＭ／ＥＯＭ検知手段８ ６に接続されたデツキ・コントローラ８７の制御を受ける。コントローラ８７は 、サーボに必要な距離だけテープを進めさせる働きをする（公称速度または高速 度で）。この制御は、設定されたテープ速度に適した時間間隔だけサーボに付勢 するか、あるいは、サーボに連係した回転検出器りのうち１つ以上の検出器から テープ変位情報をフィードバックすることによって行なわれる。 デツキ・コントローラ８７は、それ自（本、システム・コントローラ５４が送り 出す制御信号によって管理される。デツキ・コントローラ８７は、ＢＯＭ及びＥ ＯＭに達したことを表わす信号をコントローラ５４に対して出力するようになっ ている。 システム・コントローラ５４は、コンピュータと記憶装置の間における高レベル の対話を管理し、コンピュータが要求するロード／書込み／圧縮／復元／探索／ 読取り／アンロードといった基本操作の実施時に、記憶装置の他のユニットの機 能に調整を施すという両方の働きをする。この後者に関して、コントローラ５４ は、デツキ１１の動作と記憶装置のデータ処理部分との調整を行なう働きをする 。 テープ・デツキ１１の制御において、システム・コントローラは、デツキ・コン トローラ８７に対し、通常読取り／書込み速度（Ｎｏｒｍａｔ）でテープを移動 させる要求、あるいは、高速度でテープを順方向または逆方向に移動させる要求 、すなわち高速送り（Ｆ、ＦＷＤ）または高速巻戻しくＦ、ＲＷＤ）の要求を行 なうことができる。 デツキ・コントローラ８７は、ＲＯＭまたはＥＯＭに到達すると、システム・コ ントローラ５４に報告するようになっている。 次に、復元のためにレコードの位置を突きとめる動作について、第２０Ａ図及び 第２０Ｂ図に関連して解説する。 ホストがレコードを復元するように指令を出すと、コントローラ５４は、復元す べきレコードのレコード・カウントに等しい値を備えた探索キーを生成する。現 在のレコード・カウントは、グループ・プロセッサ５１のグループ化マネージャ ６ｏに保持されている。次に、テープが高速度で（通常の何倍も速い）進められ （あるいは、適切であれば、巻き戻され）、一方、ヘッド・ドラムは、テープに 対してヘッドＨＡ、ＨＢの相対速度を一定値に維持する速度で回転するが、この モードの場合、３００毎に約１つのトラックのサブ区域を読み取ることが可能で ある（ステップ９１ａ及び９１ｂ）。トラックのサブ区域の高速読取りは、既知 の技法であり、従って、詳細な説明は行なゎな第２０Ａ図には、高速順方向探索 が示され、第２０Ｂ図には、高速逆方向探索か示されている。 高速順方向探索時には（第２０Ａ図）、順次読み取られる各サブ区域毎に、各サ ブ・データ区域ブロックの第２のパックに保持されたレコード・カウントと探索 キーが、コントローラ５４によって比較される（ステップ９２ａ）。レコード・ カウントが、探索キー未満の場合、探索は続行されるが、レコード・カウントが 、探索キー以上の場合、高速順方向探索が終了し、テープは、高速順方向読取り 間の距離にほぼ等しい距離だけ後退する（ステップ９３）。この結果、現在、ヘ ット・ドラムと向かい合ったトラックのサブ区域に保持されたレコード・カウン トが、必ず探索キー未満になる。 高速逆方向探索時には（第２０Ｂ図）、順次読み取られる各サブ区域毎に、各サ ブ・データ・ブロックの第２のバックに保持されたレコード・カウントと探索キ ーが、コントローラ５４によって比較される（ステップ９２ｂ）。レコード・カ ウントが探索キーを超える場合、探索は続行されるが、レコード・カウントが探 索キー以下の場合、高速巻戻しが停止される。 次に、高速正方向および高速逆方向探索では、テープはその通常の読取り速度で 前進され（ステップ９４）、各連続するグループは次にテープから読み取られ、 グループ・プロセッサ５１のバッファ５６に一時的に記憶される。各グループの インデックスに保持されるレコード・カウントは、カウントが最初にサーチ・キ ーと等しくなるか越えるまで、サーチ・キー（ステップ９５）と比較される。こ の時、レコード・カウントをちょうど試験したばかりのバッファ５６のグループ に、探索していたレコードが存在するときに、読み取りか停止する。 １つのレコード毎にブロック・アクセス・テーブルにエントリをする場合には、 このグループのインデックスのブロック・アクセス・テーブルが検査されて、重 要なレコードを識別しくステップ９６）、最初のデータ・レコード・バイトのバ ッファの中のアドレスが計算される（ステップ９７）。その後で、グループ・プ ロセッサ５１は、検索していたレコードを見つけたこと、および次のデータ・レ コードを復元および読み込むことかできることを、システム・コントローラ５４ に通知する。すなわち、これはコントローラからさらにホストに通知される（ス テップ９８）。探索動作はこれで終了する。 もちろん、他の探索方法を実施することができるのは、明らかである。 高速で探索中に、テープのデータ区域の墳界を越えると、その検出を行なうため 、サブ区域の読取り時には、必ず、システム・コントローラ５４によって区域Ｉ Ｄサブ・コードのチェックが行なわれる。このサブ・コードによって、テープの データ区域を越えて探索が行なわれたことが示されると、テープ方向が逆転し、 一般に、低速度で探索が再開される。分りやすくするため、１２０Ａ図及び第２ ０Ｂ［ｆｆｌからこの区域ＩＤチェックは省略されている。 関係するレコードの位置を突きとめると、次のステップは、レコード内における データ圧縮にどのアルゴリズムが用いられたかを示す、アルゴリズム番号をチェ ックすることである。これは、アルゴリズム番号が関連グループのブロック・ア クセス・テーブルに記憶されている場合、該テーブルを調べることによって行な われる。 アルゴリズム番号が、テープ・ドライブのＤＣチップ（または、２つ以上のＤＣ チップがある場合には、その一方）が用いるアルゴリズムに対応する場合、次の ステップは、関係するレコードを含む圧縮オブジェクトの始端を突きとめること である。これは、特定の記録フォーマットに従って、さまざまな方法で実施する ことができる。 関係するレコードを含む圧縮オブジェクトの始端が見つかると、復元が開始され 、そのレコードの終端にあるＦＬＵＳＨ（または、ＥＯＲ）コード・ワードに達 するまで、続行される。次に、復元レコードをホストに送ることが可能になる。 レコードの終端におけるＦＬＵＳＨコード・ワードの存在は、次のレコードの始 端からデータをめなくても、レコードの復元が確実に行なえることを表わしてい る。 圧縮レコードがエンティティをなすように編成されると、関係するグループは、 第２０Ａ図及び第２０Ｂ図に関連して既述のように位置が突きとめられる。 従って、グループ内におけるエンティティ・ヘッダー中の＃ＲＥＣＳエントリを 用いることによって、関連するエンティティの位置を突きとめることができる。 復元は、関連エンティティ内のアルゴリズムＩＤエントリをチェックすることに はよって見つけることが可能なすぐ前のアクセス・ポイントから開始され、その エンティティ内の圧縮データが、既に開始された辞書から続いていることが示さ れると、アクセス・ポイントが見つかるまで、スキップして、前のエンティティ ・ヘッダー等に戻る。関連するレコードから得られる復元データだけしか保持さ れない。従って、エンティティ・ヘッダーにデータが存在することには、関連レ コード及びアクセス・ポイントが容易に見つかり、データ管理のプロセスを復元 プロセスから切り離すことが可能になるという利点がある。レコードの圧縮バイ ト・カウントを含むエンティティにおいて、各圧縮レコードの後に後書きがあれ ば、これらのＣＢＣは、復元時におけるＦＬＵＳＨコード・ワードのカウントで はなく（あるいは、だけではなく）、復元データの保持の開始時点を確認するの に有効に役立てることができる。 従って、データ・ストリームにおける補助的情報の存在は、選択されたレコード ・すぐ前のアクセス・ポイントを見つけ、復元データを保持すべきポイントを確 認するのに有効に利用することができる。 該探索手順は、特定の現行レコードを重ね書きするために、新しいレコードを付 加するためにポイントを見つけるときに同様に用いることができる。 本発明は、ヘリカル走査データ記録に限定されないことが理解される。説明した 圧縮アルゴリズムは例として述べたものであり、本発明は、ユーザー・データか ら得られる辞書を伴う異なるアルゴリズムにしたがって圧縮されるデータの記憶 にも適用することができる。 ＩＧ　１ 特表千４−５０５９７９　（１Ｂ） ＦＩＧ４ ＩＧ４Ａ マイクロッ゛口で、ツブ ＦＩＧ１７ りＶ９？　メ七り・イン５’−７，イス２要　約　書 複数のレコードＣＲ，に編成されたユーザ・データ・ワードのストリームを受信 するステップと、 前記ユーザ・データを、該データから得られる辞書を用いて前記ユーザ・データ の少なくとも幾つかをコード・ワードに変換する圧縮アルゴリズムに従って圧縮 するステップと、を備えて成り、始動連続辞書間で複数のフラッシュ動作（Ｆ） を実行することを特徴とする、テープに記憶するために、ユーザ・データを圧縮 する方法。 国際調査報告 １ｍａｍｓｌｌｓｓ＊１ＡＩＩｌｋｌ＋４ＭＭｅＰＣＴ／ＧＢ９１１０００８４ Ｓ＾　４４１２９

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. １．複数のレコード（ＣＲｎ）に編成されたユーザ・データ・ワードのストリー ムを受信する段階と、 前記データから得られる辞書を用いてコード・ワードへ前記ユーザ・データの少 なくともいくつかを変換することを含む圧縮アルゴリズムに従って前記ユーザ・ データを圧縮する段階と、を備え、開始連続辞書間で複数のフラッシュ動作（Ｆ ）を実行することによって特徴づけられる、ユーザ・データをテープ（１０）上 に記憶するために圧縮する方法。
2. ２．各データ・レコード（ＣＲｎ）の終りでフラッシュ動作（Ｆ）を実行する段 階を備えた請求の範囲第１項記載の方法。
3. ３．前記ユーザ・データから区別できる方法で、前記フラッシュ動作（Ｆ）が発 生した位置を示す指示をテープ（１０）上に記憶する段階を備えた、請求の範囲 第１項または第２項記載の方法。
4. ４．前記ユーザ・データから区別できる方法で新しい辞書の始めの位置を示す指 示をテープ（１０）上に記憶する段階を備えた、前述の請求の範囲のいずれかに 記載の方法。
5. ５．前記ユーザ・データのレコード構造とは関係なく、各グループ（Ｇｎ）の始 めまたはその近くで新しい辞書を開始して、圧縮されたユーザ・データをテープ へ複数のグループ（Ｇｎ）に書込む段階を備えた、前述の請求の範囲のいずれか に記載の方法。
6. ６．各グループ（Ｇｎ）の第１番目の新しいレコード（ＣＲｎ）の始めで新しい 辞書を始める段階を備えた、請求の範囲第５項記載の方法。
7. ７．ユーザ・データ・レコードを１つのエンティティが１つ以上のレコード（Ｒ ｎ）を有する複数のエンティティ（Ｅｎ）に編成し、各エンティティ（Ｅｎ）の 終りでフラッシュ動作（Ｆ）を実行する段階を備えた、請求の範囲第５項記載の 方法。
8. ８．ユーザ・データ・レコードを１つのエンティティが１つ以上のレコード（Ｒ ｎ）を有する複数のエンティティ（Ｅｎ）に編成し、各グループ（Ｇｎ）の第１ 番目の新しいエンティティの始めで新しい辞書を始める段階を備えた、請求の範 囲第５項記載の方法。
9. ９．前述の請求範囲のいずれかに請求された方法に従って動作する、圧縮された ユーザ・データをテープ上に記憶するためにユーザ・データを圧縮する記憶装置 。