CN1254882A - 用于准备计算机可读的介质的计算机系统与方法 - Google Patents

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Abstract

一种计算机系统,包括一计算机可读的介质。在该计算机可读的介质内形成第一和第二分区。该第二分区在第一分区。一计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统形成第一和第二分区。该计算机程序可由该计算机系统中的设备存取。

Description

用于准备计算机可读的介质的 计算机系统与方法
本公开一般涉及信息处理系统，更具体地涉及用于准备计算机可读的介质的计算机系统与方法。
本申请涉及指名Alan E.Beelitz作为发明人的名为“用于更新对计算机存储器设备中的逻辑驱动器的分区映象的系统与方法”的1997年10月15日提交的共有未决美国专利申请序号950,545。这里通过引用将该共有未决申请全文结合在此，并将其转让给本申请的受让人。
本申请涉及指名Alan E.Beelitz作为发明人的名为“用于准备计算机存储器的系统与方法”的1998年1月23日提交的共有未决美国专利申请序号012,196。通过引用将该共有未决申请全文结合在此，并将其转让给本申请的受让人。
本申请涉及指名Atan E.Beelitz作为发明人的名为“用于准备计算机可读的的介质的计算机系统与方法”的同时提交的共有未决美国专利申请序号＿＿__。通过引用将该共有未决申请全文结合在此，并将其转让给本申请的受让人。
计算机可包含诸如硬盘等计算机可读的介质。己建立用于准备(如将其格式化并在其上适当地增加、修改或删除一或多个分区)计算机可读的介质的计算机程序。然而，这种程序的先有技术是低效的。
分区是计算机可读的介质内的逻辑组织单元。在一个实例中，计算机在硬盘上形成一个分区。按照先有技术，如果分区之一被删除，则至少一个其他的分区被扩展地修改或重建立以将删除的分区的扇区重分配给其他分区，这样扩展的修改或建立是低效的。
从而，产生了对在其中克服先有技术的各种缺点的用于存取计算机可读的介质的计算机系统与方法的需求。更具体地，产生了对在其中相对于先有技术提高效率的用于存取计算机可读的介质的计算机系统与方法的需求。
从而，一个实施例提供一计算机系统，包括一计算机可读的介质，和用于在该计算机可读的介质内形成第一和第二分区的装置。该第二分区是在第一分区内。
这一实施例的主要优点在于克服了先有技术的种种缺点，并相对于先有技术提高了效率。
图1为按照示例性实施例的计算机系统的方框图。
图2为图1的计算机系统的硬盘所存储的信息的一实施例的概念图。
图3为存储在图2的文件分配表中的信息的一实施例的概念图。
图4为图1的计算机系统的存储器设备的一实施例的概念图。
图5a-b(“图5”)为图1的计算机系统的操作流程图。
图6为用图1的计算机系统的硬盘存储的信息的替代版本的一实施例的概念图。
图7为存储在图6的文件分配表中的信息的实施例的概念图。
图8为用图1的计算机系统的硬盘存储的信息的另一替代版本的概念图。
图9为图1的计算机系统的操作的另一流程图。
图1为按照示例性实施例的一般性地以100指示的计算机系统的方框图。系统100包括输入设备104、显示设备106、打印设备108及用于执行进程及对其响应执行操作(如传递信息)的计算机102，如下面进一步讨论的。在示例性实施例中，计算机102为执行微软视窗95操作系统软件的IBM兼容个人计算机(“PC”)。这里所标识的所有微软产品都可从微软公司，0ne Microsoft Way，Redmond，WA 98052-6399，电话：(452)882-8080，购得。
计算机102连接在输入设备104、显示设备106与打印设备108上。显示设备106为例如传统的电子阴极射线管。打印设备108为例如传统的电子打印机或绘图仪。同时，计算机102包含用于输出音频信号的内部扬声器。在替代实施例中，扬声器在计算机102外部。此外，系统100包含计算机可读的介质(或装置)110，诸如计算机软盘与/或计算机硬盘。
人类用户112与计算机102互相结合操作。例如，响应来自计算机102的信号，显示设备106显示可见图象，而用户112观看这些可见图象。同时，响应来自计算机102的信号，打印设备108在纸上打印可见图象，而用户观看这些可见图象。此外，用户112为了输出信息到计算机102而操作输入设备104，而计算机102接收来自输入设备104的这些信息。
输入设备104包含例如传统的电子键盘及诸如传统的电子“鼠标器”、滚球或光笔等指点设备。用户112操作键盘以输出字母数字文本信息到计算机102，而计算机102接收来自键盘的这些字母数字文本信息。用户112操作指点设备以输出光标控制信息到计算机102，而计算机102接收来自指点设备的这些光标控制信息。
计算机可读的介质110与计算机102是结构上及功能上互相关联的，如下面进一步描述的。计算机可读的介质110存储(如编码、记录或实现)功能描述资料(如包含但不限于计算机程序(也称作软件或应用程序)与信息结构)。这些功能描述资料当编码在计算机可读的介质110上时赋予功能性。同时，这些功能描述资料是在结构上与功能上与计算机可读的介质110互相关联的。
在这些功能描述资料中，信息结构定义这些信息结构与计算机可读的介质110(及系统100的其它方面)之间的结构性与功能性互相关系。这些互相关系允许实现信息结构的功能性。同时，在这些功能描述资料中，计算机程序定义这些计算机程序与计算机可读的介质110(及系统100的其它方面)之间的结构与功能性互相关系。这些互相关系允许实现计算机程序的功能性。
例如，计算机102将这些能描述资料读(如加载、存取或复制)到计算机102的计算机存储设备(如随机存取存储器(“RAM”))中，而计算机102响应存储在这一存储设备中的资料执行其操作(如这里别处描述的)。更具体地，计算机102执行处理(如执行)计算机应用程序(存储、编码、记录或实现在计算机可读的介质上的)的操作来导致计算机102去执行其它操作(如这里别处描述的)。从而，这种功能描述资料呈现与计算机102执行其进程及执行其操作的方式的功能性互相关系。
此外计算机可读的介质110是计算机102可从其访问计算机应用程序，及计算机102可处理计算机应用程序来导致计算机102执行其它操作的装置。除了从计算机可读的介质110读取这种功能描述资料，计算机102能从(或通过)作为另一种类型的计算机可读的介质(或装置)的计算机网络114读取这种功能描述资料外。此外，计算机存储设备本身也是计算机可读的介质(或装置)。
图2为用计算机可读的介质110的硬盘存储的一般性地用200指示的信息的概念图。计算机102的驱动器控制器输出信号到计算机可读的介质110的硬盘，而该硬盘响应这些信号存储信息。这些信息包含图2中所示的主引导记录MBR。
按照IBM兼容个人计算机(“PC”)体系结构，MBR是计算可读的介质110的硬盘上的第一扇区(柱面0，头0，扇区1)。扇区是硬盘上的存储器的最小可单独寻址单元。在IBM兼容个人计算机(“PC”)体系结构下，硬盘具有512个字节大小的扇区。从而在示例性实施例中，从计算机102在硬盘上形成(如建立或修改)分区的方面来说，计算机102沿柱面边界定义分区。柱面是硬盘上等于读/写头数目乘每道的扇区数乘每扇区的字节数的组织单位。
MBR包含引导指令BI及用于管理盘存储器的主分区表MPT。按照IBM兼容个人计算机(“PC”)体系结构，MPT包含四个分区表项，即PTE1、PTE2、PTE3及PTE4。分区表项PTEx(其中x＝1、2、3或4)包含描述与该PTEx关联的分区Px的大小、位置及类型(扩展的、新技术文件系统(“NTFS”)、16位或32位文件与分配表(“FAT”)、原始(primary)或实用程序)的信息。
各分区表项PTEx包含各自的“活跃”标志。计算机102的驱动器控制器输出信号到计算机可读的介质110的硬盘，以便在任何特定时刻上四个分区表项PTEx中最多只有一个标记为“活跃的”(即在任何特定时刻上四个“活跃”标志中最多只有一个设置成逻辑1真状态)。BI包含用于判定四个分区表项PTEx中一个是否(及哪一个)标记为“活跃的”的指令。
在图2的实例中，计算机可读的介质110的硬盘包含分区P1与P2。分区P1包含分区引导记录PBR1、文件分配表FAT1、根目录RD1及文件区FR1。分区P2包含分区引导记录PBR2、文件分配表FAT2、根目录RD2及文件区FR2。
以操作系统软件，计算机102用标识与分区关联的相应逻辑驱动器的相关逻辑驱动器字母(如C：或A：)指定(如映象或指称)一个分区。用该指示类似地将分区与相应的逻辑驱动器关联。然而，不用该指定，也有可能将分区不与任何逻辑驱动器关联。
当计算机响应事件(“引导事件”)起动操作系统软件(如微软视窗)的执行时，便“引导”(或“重新引导”)诸如计算机102的该计算机。这一引导事件可以是诸如用户112“接通”计算机102(如用户112通过开关计算机102的开/关按钮导致电力作用在计算机102上)。作为替代，这一引导事件可以是计算机102接收初始执行操作系统软件的命令。例如，计算机102可从用户112(如通过输入设备104)，或从计算机102执行的计算机应用程序，或从另一计算机(如通过网络114)接收这一命令。
特别是，响应引导(或重新引导)计算机102：
(a)计算机102将指令读入计算机102的存储设备中：(i)从BI；及(ii)如果分区表项PTEx标记为“活跃”则从PBRx；以及
(b)响应计算机102的只读存储器(“ROM”)基本输入/输出系统(“BIOS”)执行这些指令。
PBRx是与PTEx关联的分区Px的分区引导记录。在示例性实施例中，PBRx是单一信息扇区。BI与各PBRx包含按照操作系统的类型、版本与语言的指令。
响应来自计算机102的信息，FRx存储信息文件。各FRx被分成C个信息群集。将特定的群集指定为群集b，其中b为0与C-1之间的整数。
在示例性实施例中，特定的Frx内的群集是大小相等的，因此各群集具有大小＝2y，其中y为整数且C*2y小于或等于该特定FRx的大小。相应地，PBRx包含指定用于特定的FRx的y与C的BIOS参数块。各FRx具有自己的相应大小，及各分区具有其自己的相应y与C值。
在示例性实施例中，各根目录PDx包含用于存储多达每一RDx512项的空间。这些项与信息文件关联并包含文件的文件名(如PROGRAM.EXE、DATA.DAT、COMMANDS.BAT)、日期、时间、大小、属性(如隐藏的)及开始群集。开始群集是FRx中的C个群集之一。
图3为硬盘在文件分配表FATx内存储的信息的(一般性地指示为300)概念图。更具体地，在图3的示例中，信息300存储在FAT1中。各文件分配表FATx包含C项，各与FRx内的群集中相应的一群集关联。在图3的示例中，C＝10，因此FATx包含编号b＝0至9的10项。各项包含各自的状态。
在示例性实施例中，如果项b的状态为FFF0、FFF1、FFF2、FFF3、FFF4、FFF5或FFF6，则项b是保留的。反之，如果项b的状态为0，则项b为可利用的。如果项b的状态是除外0、FFF0、FFF1、FFF2、FFF3、FFF4、FFF5或FFF6的数，则项b是己分配的。如果项b是己分配的且具有状态-1，则项b为最后项及不标识下一项。如果项b是己分配的且具有-1以外的状态，则项b的状态标识下一项q，其中q为0与C-1之间的整数。
为了存取(如写入信息或读取信息)分区Px，计算机102的处理器输出命令到计算机102的驱动器控制器，而驱动器控制器接收该命令。通过指定表示分区Px(并从而标识与分区Px关联的相应逻辑驱动器)的相关逻辑驱动器字母(如C：或A：)将该命令寻址到分区Px(并从而到与分区Px关联的相应逻辑驱动器)。该命令还用其文件名指定一特定的信息文件。
响应该命令：(a)驱动器控制器从硬盘中读取被寻址的Px的RDx，(b)如果RDx内的一项包含该文件名，驱动器控制器识别文件的起始群集f，如RDx内的该项标识的，其中f为0与C-1之间的整数；及(c)如果RDx内的项并不包含该文件名，驱动器控制器(i)为该文件分配起始群集f，使得分配的起始群集f与FATx内的可利用的项f关联，及(ii)在RDx内可利用的项中写入该文件的文件名、当时日期、当时时间、文件大小、文件属性及文件的起始群集f的标识。
在上面的情况(a)或(b)中，驱动器控制器：如果(及在这一方面)合适的话，分配或解除分配一或多个其它群集来存储整个文件；并适当地修正FATx内的项以便为结合读与写该文件存取这些群集精确地指示次序。FATx内的这些项精确地指示该次序，如下面结合“下一项”及最后项讨论时进一步讨论的。在分配群集之前，驱动器控制器验证分配的群集是与FATx内可利用的项关联的。在解除群集的分配之后，驱动器控制器将FATx内该群集的相关项改变成可利用的。
标识该文件的起始群集f之后，驱动器控制器对于b＝f的情况执行下面所描述的操作。
驱动器控制器读取FATx内与FRx的群集b关联的项b。如果项b是保留的，驱动器控制器输出一个信号给计算机102的处理器表示拒绝存取群集b(及同样对用文件名指定的特定信息文件)。通过比较，如果项b是己分配的，驱动器控制器以来自计算机102的处理器的命令所指定的方式存取群集b(如，响应“读”命令，驱动器控制器读取存储在群集b中的信息并输出信息到计算机102的处理器，而计算机102的处理器接收该信息；响应“写”命令，驱动器控制器接收来自计算机102的处理器的信息并将该信息写入群集b中)。存取群集b之后：(a)如果项b为最后项，则完成了对该特定信息文件的存取而驱动器控制器等待来自计算机102的处理器的下一命令；及(b)如果项b不是最后项，驱动器控制器对于b＝q的情况(如上所述，下一项q是用项b的状态标识的)重复本段中描述的操作。从而，在图3的示例中，如果文件的起始群集f＝2，驱动器控制器存取FRx的群集2、5与7的序列。
在示例性实施例中，FATx内的项b的状态为标识FRx内的下一项q的16位项，而计算机102所管理的最大逻辑驱动器(及类似地最大的分区)是(a)对于微软DOS操作系统软件为2千兆字节，(b)对于微软视窗95操作系统软件为2千兆字节，及(c)对于微软视窗NT操作系统软件为4千兆字节。在替代实施例中，FATx内的项b的状态为标识FRx内下一个项q的32位项，而计算机102所管理的最大逻辑驱动器(及类似地最大分区)对于微软视窗NT操作系统软件的版本5.0及微软视窗95 OSR2操作系统软件为2兆兆字节。在示例实施例中，兆兆字节为10244字节，千兆字节为10243字节，及兆字节为10242字节。
图4为计算机102的一般性地在400上指示的存储设备的概念图。图5为系统100的操作的流程图。下面的讨论同时参照图4与5。
如图4中所示，存储设备400包括传统的存储区CM及扩展存储区EM。扩展存储区EM包括高存储区HMA，它是扩展存储区EM内的最低可寻址的(即用最低编号地址寻址的)64千字节空间。传统的存储区CM为存储设备400内的最低可寻址的640千字节空间并包含区402、404、406、408及410，如图4中所示。
在步骤500上，计算机102判定是否响应引导事件起始OS的执行。响应引导(或重新引导)计算机102，计算机102从计算机可读的介质110中拷贝微软DOS操作系统软件(“OS”)部分到区402中，并在步骤502上计算机102读取与执行这些部分。区402是CM内的最低可寻址区。计算机102将OS存储在区402中，因为OS是在计算机响应引导(或重新引导)执行的第一个软件中。
在执行OS中，计算机102在步骤504上分配区404用于存储信息结构IS。信息结构IS包含标识逻辑驱动器的信息。例如，信息结构IS包含标识与(计算机可读的介质110的硬盘的)分区关联的各自的逻辑驱动器的信息。更具体的，在示例性实施例中，信息结构IS包含指定用标识各自的逻辑驱动器的相关逻辑驱动器字母(如C：或A：)指定分区的信息。
同时，在执行OS中，计算机102从计算机可读的介质110中拷贝应用软件(“SW”)部分到区406中，并且在步骤506上计算机102读取及执行这些部分。
值得注意的是，新硬盘通常是空白的并不包含分区信息。在第一情况中，如果新硬盘是空白的并装在系统100中，并引导(或重新引导)计算机102，则计算机102(在执行0S中)识别出盘上缺少分区。在这一第一情况中，计算机102(在执行OS中)并不将信息结构IS存储在用于标识逻辑驱动器的区404中，在第二情况中，计算机102(在执行OS中)识别盘上的分区，并将信息结构IS存储在用于标识逻辑驱动器的区404中，并且计算机102(在执行应用软件SW中)识别在盘上增加、修改或删除分区的需要。
在第一情况或第二情况之一中执行应用软件SW时，计算机102在步骤508上通过格式化盘及适当地在盘上增加、修改或删除一或多个分区来初始化(如准备)该盘。在示例性实施例中，这种初始化是计算机102在盘上安装支持系统100的各种设备的程序与信息结构所执行的进程的一部分。计算机102在盘上增加，修改或删除一或多个分区之后，在除非及直到计算机102在步骤510上响应增加的、修改的与/或删除的分区形成(如存储在存储设备400中)信息结构IS之前，信息结构IS(标识逻辑驱动器的)是易于遭受不精确性的。
按照先有技术，在这样初始化盘之后，在计算机102(在执行OS中)响应增加、修改与/或删除分区形成(如存储在存储设备400中)信息结构IS之前，将重新引导计算机102。这种计算机102的重新引导耗费数分钟时间。作为高容量计算机组装或制造工作的一部分，在大量计算机中安装空白硬盘。在这一工作中，每一计算机增加数分钟重新引导时间是低效的。
如上所述，信息结构IS包含标识与(计算机可读的介质110的硬盘的)分区关联的各自的逻辑驱动器的信息。在示例性实施例的重要方面中，不论是否重新引导计算机102(如即使在重新引导之前或不重新引导)：计算机102响应增加、修改/或删除分区有利地形成(如存储在存储设备400中)信息结构IS；及计算机102响应寻址与该分区关联的各自的逻辑驱动器的命令存取这一分区。注意，如果计算机102在盘上增加(或在一些情况中修改)分区，则区404通常不足以存储全部信息结构IS。
作为示例，在用与相应的逻辑C：驱动器关联的字母C：指定分区时，计算机102：(a)以驱动器描述符表(“DDT”)及驱动器参数块(“DPB”)的形式建立信息结构IS；(b)修改与逻辑C：驱动器关联的当前目录结构(“CDS”)，它是实现为线性阵列而不是链接表的，使得计算机102并不为CDS分配额外的存储空间；及(c)将计算机102的系统变量(“SysVars”)表修改成包含逻辑C：驱动器的指示。
按照先有技术，计算机102响应增加、修改与/或删除分区而形成信息结构IS之后，计算机102在区404不够大时会将信息结构IS存储在区408中。然而，在计算机102结束执行应用软件SW之后，区406成为可由计算机102重新分配用于存储不同信息的(如附加信息结构或不同的应用软件部分)。先有技术的缺点在于区408是介于可重新分配的区406与区410之间的(在寻址传统存储区CM内的空间的地址范围内)，从而将存储在区406与410中的一组信息(如单个软件程序的部分)分裂。
这种分裂会增加计算机102的操作的复杂性。因为在寻址存储在区406与410中的信息组时，计算机102要执行额外的操作来检测是否要、何时及如何跳过区408。通过将信息组存储在区406与408中而不是区406与410中提高计算机102的复杂性。这是因为区406与408(不象区406与410)是可用连续的不中断的地址范围寻址的。
在示例实施例的重要方面中，在步骤510上计算机102响应增加的、修改的与/或删除的分区形成信息结构IS之后，计算机102确定：(a)在步骤512上，用于存储信息结构IS的适当的存储空间量；(b)在步骤514上，区404是否己存储信息结构IS的较早版本；及(c)在步骤516上，区404是否大到足以存储信息结构IS的所有新版本。如果区404大到足以存储信息结构IS的所有新版本，则在步骤518上计算机102将所有信息结构IS存储在区404中。
信息结构IS在大小是0S版本与分区的类型的函数。为了判定区404是否己存储信息结构IS的较早版本，计算机102从OS的系统变量表(“SysVars”)读取“物理驱动器数”字段(它等于DPB数)。如果“物理驱动器数”字段为2，则区404并未存储信息结构IS的较早版本。
重要地，在步骤512上确定用于存储信息结构IS的适当的存储空间量之后，在区404不够大时，计算机102(在步骤520上)将信息结构IS存储在高存储器HMA中而不是区408中(及不侵入传统的存储区CM)。以这一方式，区408保持可由计算机102分配用于与区406与/或区410组合存储一组信息，借此消除分裂并达到较大的传统存储区CM的连续的块用于存储信息组。从而，与先有技术相比，示例性实施例的计算机102较不复杂。
此外。通过存储信息结构IS在高存储区HMA中，计算机102有利地用16位地址寻址信息结构IS，且计算机102有利地存取信息结构IS而无须调用特殊协议(如32位编址及受保护模式)。以这一方式，信息结构IS更容易用与是16位操作系统的微软DOS操作系统软件兼容的方式存取。反之，计算机102通过调用增加计算机102的操作复杂性的特殊协议来存取扩展存储区EM内的其它区(HMA以外的)。
为了将信息结构IS存储在HMA中，计算机102通过执行0S的Int2Fh功能4Ah试图分配足够的HMA部分。如果计算机102执行扩展存储器规格(“XMS”)驱动器软件程序(如由用OS提供的HIMEM.SYS驱动器软件程序实现的)并将OS拷贝到HMA中(通过执行“OS＝HIGH”命令)，这一尝试是有效的。如果有效，计算机102执行XMS驱动器软件程序来标识及重新分配足够的HMA部分用于存储信息结构IS。
如果无效，计算机102便通过起动A20地址线来试图分配整个HMA用于存储信息结构IS。计算机102通过执行适当的BIOS操作，包括执行OS的Int 15h功能24h来起动A20地址线。然而，如果BIOS并不支持这些操作，计算机102通过直接输出适当的命令给计算机102的键盘控制器来起动A20地址线。
作为替代，计算机102将信息结构IS存储在传统存储区CM的最高可寻址空间内而不是HMA内(如果区404不够大时)。如果计算机102试图分配HMA用于存储信息结构IS不成功，计算机102便这样做。同时，如果计算机102需要测试HMA而不擦除信息结构IS，计算机102也这样做。
在存储信息结构IS时，计算机102将信息结构IS与己存储在存储设备400中的信息结构IS的较早版本(如果有的话)(如存储在区404中的较早版本)链接，这一较早版本保持有效。不论计算机102将信息结构IS存储在传统存储区CM内的HMA还是最高可寻址空间中，计算机102都执行这一链接。计算机102有利地在大约一秒或更少的时间中执行信息结构IS的这一建立、存储及链接，与之相比，在重新引导计算机102中可能耗费数分钟时间。在步骤518或步骤520之后，图5中的系统100的操作返回到步骤500。
图6为计算机可读介质110的硬盘存储的一般性地在600上指示的信息的概念图。信息600是图2的信息200的替代版本。
在图6的示例中，和图2的示例一样，计算机可读的介质110包含分区P1与P2。如在图2中，分区P1包含分区引导记录PBR1、文件分配表FAT1、根目录RD1及文件区FR1。类似地，分区P2包含分区引导记录PBR2、文件分配表FAT2、根目录RD2及文件区FR2。
在示例性实施例的重要方面中，在图6的示例中，分区P1为“原始”分区，而P2为设置在FR1中的“实用”分区。更具体地，分区P2是设置在FR1的群集8与9内的。在示例实施例中，如果系统100在原始分区中形成实用分区，系统100将该实用分区形成在原始分区的最高可寻址群集中。以这一方式，系统100避免明显地增加响应寻址原始分区的命令用于存取群集的时间。系统100作出为实用分区保留的足够大的整数数目的这种群集，为了保持与诸如FDISK等OS实用程序的兼容性，将这一数目向上归整到最接近柱面边界上。
在本例中，在结构、大小、位置及操作方面，信息600的分区P2等同于信息200的分区P2。然而，信息600的FR1大于信息200的FR1。以这一方式，信息600的FR1大得足以将分区P2容纳在FR1的群集8与9内。
实用分区可例如存储在系统100的制造、组装及测试期间有用的程序及信息。然而在至少一种情况中，在随后的系统100的使用与操作期间，这些程序及信息是较少有用的，甚至是不需要的。在这一情况中，在系统100的制造、组装及测试之后：(a)实用分区本身是较少有用的，甚至是不需要的；(b)与实用分区相比，在系统100的随后使用与操作期间，原始分区更有用；以及(c)有利地，示例性实施例的系统100能删除实用分区以便将这些扇区从实用分区重新分配给原始分区。以这一方式，有利地放大了硬盘的原始分区以达到系统100的更通用的随后使用与操作。
图7为信息600的文件分配表FAT1内的硬盘所存储的一般性地在700上指示的信息的概念图。如图7中所示，项8与9是保留的，与图3的信息300相反，其中这些项是可利用的。除外项8与9，信息700等同于图3的信息300。
在本例中，以OS，计算机102通过字母C：指定原始分区P1并用字母A：指定实用分区P2。以这一方式，计算机102将原始分区P1映射到逻辑C：驱动器上并将实用分区P2映射到虚拟的A：驱动器上。该A：驱动器是“虚拟的”，因为其实际存储空间是位于计算机可读的介质110的硬盘上的而不是在计算机可读的介质110的软计算机盘上。在系统100的制造、组装及测试期间，计算机102将实用分区P2(在MPT中)标记为活跃的，从而计算机102响应引导事件执行来自PBR2的指令。
如上面结合图3所示，为了存取分区P1，计算机102的处理器输出命令到计算机102的驱动器控制器，而驱动器控制器接收该命令。例如，通过指定表示分区P1的字母C：，这一命令被寻址到分区P1。在相应这样一被寻址到分区P1的命令分配用于存储文件的群集之前，驱动器控制器验证所分配的群集是与FAT1内可利用的项关联的。从而，只要项8与9在FAT1内是保留的而不是可利用的，驱动器控制器不分配群集8与9之一。
以这一方式，通过使项8与9在信息600的FAT1内被保留，系统100能可靠地定位FR1的群集8与9内的分区P2。这是因为输出(到驱动器控制器)寻址到分区P1的命令(如通过指定表示分区P1的字母C：)计算机102的处理器不能存取群集8与9。反之，输出(到驱动器控制器)寻址到分区P2的命令(如用指定表示分区P2的字母A：)计算机102的处理器可存取群集8与9。
类似地，系统100通过适当地使一或多个项在信息600的FAT2内被保留，便能可靠地在FR2(其本身是位于FR1内的)内定位一或多个附加分区(如分区P3)。在这一示例中，输出(到驱动器控制器)寻址到分区P1或分区P2的命令，计算机102的处理器不能存取与这些保留的项关联的群集。反之，输出(到驱动器控制器)寻址到附加分区(如分区P3)的命令，计算机102的处理器便能存取这些群集，例如通过指定表示该附加分区的相关逻辑驱动器字母的命令。
在图6的示例中，计算机102将(MBR的)主分区表MPT初始化成用于原始分区P1与实用分区P2两者的特定状态。在示例性实施例中，实用分区P2是相对地小的(如大约10兆字节)。初始时，PTE1与原始分区P1关联，而PTE2与实用分区P2关联。
图8是计算机可读的介质110的硬盘所存储的一般性地在800上指示的信息的概念图。信息800是图6的信息600的替代版本。图9为系统100的操作流程图。下面的讨论同时参照图8与9。
在步骤900上，系统100判定是否发布了“删除分区”命令。响应适当的“删除分区”命令(如在系统100的制造、组装及测试之后系统100接收的命令)，系统100通过下述步骤删除实用分区P2：(a)在步骤902上，适当地修改与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如在该例中的PTE2)，使得计算机102不再识别分区P2；(b)在步骤904上，将图7的信息700(信息600的FAT1内的硬盘所存储的)中的所有保留项改变成可利用的(如将信息700改变成完全等同于图3的信息300)；及(c)在步骤906上，将原始分区P1(在MPT中)标记为活跃的，使计算机102响应引导事件执行来自PBR1的指令。步骤906之后，图9中系统100的操作返回到步骤900。
图8中示出了这种实用分区P2的删除。这一技术比先有技术优越，在先有技术中为了将扇区从实用分区重新分配给原始分区，系统100重建或广泛地修改原始分区。反之，系统100只须删除实用分区P2便能达到这一重新分配，如紧接在下面的段中所讨论的，它实质性地快于该先有技术。
例如，在示例性实施例中，如果系统100自动执行这一实用分区P2的删除，这一活动是在数秒或更少时间中完成的。反之，如果人类用户手动(用来自前面的计算机程序的一些帮助)执行原始分区的重建或广泛修改，这一活动可能要数小时来完成。在手动执行这一活动中，可能强制人类用户去估算及指定原始分区的大小、位置、类型、及y与C的值、加上分区的文件区FRx的大小；此外，可能强制人类用户在计算机可读的介质110的硬盘的区之间重新定位潜在地大量的信息。
这一“删除分区”命令的一个实例是来自用户112的“开封”命令。例如，如果用户112以指示系统100的用户112验收的方式(与/或管理系统100的使用的许可协议的方式)操作输入设备104，则系统100作为“开封”命令应答这种验收。这一“开封”命令是用于指示(a)系统100的制造、组装及测试的完成及(b)系统100的后续使用与操作的起动的一种技术。
作为替代，如果对于特定情况希望这种做，在系统100的制造、组装及测试之后，系统100能保留实用分区(如图6中的分区P2)用于存储对系统100的以后故障诊断有用的程序与信息。例如，如果系统100包含NET PC(如没有软计算机盘及依赖于对网络114的连接以便从/向另一系统接收/输出信息的PC)，这一保留对于诊断NET PC的故障是有用的。如果故障负面影响NET PC通过网络114(图1)从另一系统接收这种诊断的能力，这特别真实。
响应适当类型的“删除分区”命令，系统100用以下操作达到实用分区P2的这一保留：(a)适当地修改与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如在本例中的PTE2)；(b)保留图7的(用信息600的FAT1内的硬盘存储的)信息700中的所有保留的项，使得这些项继续不是可利用的；及(c)将原始分区P1(在MPT中)标记为活跃的，以便计算机102响应引导事件执行来自PBR1的指令。响应用于随后存取存储在实用分区P2中的程序与信息的适当的“恢复分区”命令，系统100：(a)适当地修改与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如在本例中的FTE2)，以便计算机102识别分区P2；及(b)如果希望这样做，(在MPT中)将实用分区P2标记为活跃的，以便计算机102响应引导事件执行来自FBR2的指令。
如果有必要执行“删除分区”命令，系统100能：(a)通过适当地读取与评估FAT1识别图7的(信息600的FAT1内的硬盘所存储的)信息700中的保留项；及(b)识别保留项之后，读取与评估与这些保留项关联的群集以便确定适当的信息供存储在与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如本例中的PTE2)中。
值得注意，响应适当的“交换”命令，计算机102能执行在原始分区P1与实用分区P2之间交换逻辑C：驱动器指定的程序。例如，如果(紧接在接收这一命令之前)计算机102用字母C：指定原始分区P1及用字母A：指定实用分区P2，然后(响应这一命令)计算机102修改其的分区P1和P2的映射，以使计算机102作为替换将原始分区P1映象到虚拟的A：驱动器上及将实用分区P2映象到逻辑C：驱动器上。计算机102通过将DPB与DDT(如用于逻辑C：驱动器的)内的信息修改成包含适用于原始分区P1或实用分区P2之一的参数来完成这一交换。
如上面结合图2所述，响应引导(或重新引导)计算机102：
(a)计算机102读入指令到计算机102的存储设备：(i)从BI；及(ii)从与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如本例中的PTE2)，如果这些表项PTEx标记为”活跃的“，以及
(b)根据计算机102的只读存储器(“ROM”)基本输入/输出系统(“BIOS”)执行这些指令。
在一个示例实施例中，对于来自与实用分区P2关联的分区表项PTEx(如本例中的PTE2)的指令，这些指令包含修改这些PTEx的指令。更具体地，这些指令将分区P2的类型从实用型改变到16位或32位FAT类型之一。以这一方式，PTEx是自我修改的。如果(a)OS与/或计算机102不识别实用类型的分区；及(b)反之，16位或32位FAT类型的分区被这样识别，则这一自我修改技术是有利的。
虽然己示出并描述了示例性实施例，在上文的公开中设想了广范围的修改、改变及替换，并且在一些实例中，可采用这些实施例的一些特征而不对应地采用其它特征。从而，宽广地及以与这里公开的实施例的范围一致的方式解释所附的权利要求书是适当的。

Claims (34)

1、一种计算机系统，包括：
计算机可读的介质；
用于在该计算机可读的介质内形成第一和第二分区的装置，该第二分区在第一分区内。
2、权利要求1的计算机系统，其中该计算机系统能够将第一命令交给第一分区及将第二命令交给第二分区。
3、权利要求2的计算机系统，其中该第一分区包括多个区域，至少一个区域专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
4、权利要求3的计算机系统，其中该装置用于修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域停止专供第二分区之用且该保留的区域被从第二分区重分配给第一分区。
5、权利要求3的计算机系统，其中该装置用于修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
6、权利要求5的计算机系统，其中该装置用于修改信息以使该计算机系统再能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
7、权利要求1的计算机系统，其中该装置用于形成信息以识别与第一和第二分区相关联的对应的逻辑驱动器。
8、权利要求7的计算机系统，其中该装置用于修改信息以使第二分区停止与其对应的逻辑驱动器相关联。
9、权利要求1的计算机系统，其中该第二分区被形成在该第一分区的一最高可寻址区内。
10、权利要求1的计算机系统，其中该装置用于在该第二分区内形成一第三分区。
11、权利要求1的计算机系统，其中该计算机可读的介质是硬盘。
12、一种用于准备一计算机可读的介质的方法，包括下述步骤：
在一计算机可读的介质内形成第一和第二分区；及在该第一分区内形成第二分区。
13、权利要求12的方法，其中形成第一和第二分区的步骤包括下述步骤：
形成第一和第二分区以使一计算机系统能够将第一命令交给第一分区及将第二命令交给第二分区。
14、权利要求12的方法，其中形成第一和第二分区的步骤包括下述步骤：
形成第一和第二分区以使该第一分区包括多个区域，至少一个区域专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
15、权利要求14的方法，还包括下述步骤：
修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域停止专供第二分区之用且该保留的区域被从第二分区重分配给第一分区。
16、权利要求14的方法，还包括下述步骤：
修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
17、权利要求16的方法，还包括下述步骤：
修改信息以使该计算机系统再能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
18、权利要求12的方法，还包括下述步骤：
形成信息用于识别与第一和第二分区相关联的对应的逻辑驱动器。
19、权利要求18的方法，还包括下述步骤：
修改信息以使第二分区停止与其对应的逻辑驱动器相关联。
20、权利要求12的方法，其中形成第一和第二分区的步骤包括下述步骤：
在该第一分区的一最高可寻址区内形成第二分区。
21、权利要求12的方法，还包括下述步骤：
在第二分区内形成一第三分区。
22、权利要求12的方法，其中形成第一和第二分区的步骤包括下述步骤：
在该计算机可读的介质内形成第一和第二分区，该计算机可读的介质是一硬盘。
23、一种计算机程序产品，包括：
可由一计算机系统处理用于使该计算机系统在一计算机可读的介质内形成第一和第二分区，该第二分区在第一分区内的一计算机程序；及
该计算机系统可从其存取该计算机程序的设备。
24、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于启动该计算机系统将第一命令交给第一分区及将第二命令交给第二分区。
25、权利要求24的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统形成包括多个区域的第一分区，至少一个区域专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
26、权利要求25的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域停止专供第二分区之用且该保留的区域被从第二分区重分配给第一分区。
27、权利要求25的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统修改与该第二分区相关联的信息以使该计算机系统停止能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
28、权利要求27的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统修改信息以使该计算机系统再能够将第二命令交给第二分区及该保留的区域继续专供该第二分区之用并包括在该第二分区内。
29、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统形成信息以识别与第一和第二分区相关联的对应的逻辑驱动器。
30、权利要求29的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统修改信息以使第二分区停止与其对应的逻辑驱动器相关联。
31、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统在该第一分区的一最高可寻址区内形成第二分区。
32、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机程序可由该计算机系统处理用于使该计算机系统在该第二分区内形成一第三分区。
33、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机可读的介质是硬盘。
34、权利要求23的计算机程序产品，其中该计算机可读的介质是与该设备一体化的。
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