WO2003056432A1 - Dispositif de memoire et appareil d'enregistrement/reproduction faisant appel a ce dispositif - Google Patents

Dispositif de memoire et appareil d'enregistrement/reproduction faisant appel a ce dispositif Download PDF

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WO2003056432A1
WO2003056432A1 PCT/JP2002/013257 JP0213257W WO03056432A1 WO 2003056432 A1 WO2003056432 A1 WO 2003056432A1 JP 0213257 W JP0213257 W JP 0213257W WO 03056432 A1 WO03056432 A1 WO 03056432A1
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PCT/JP2002/013257
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Inventor
Kaoru Suzuki
Manabu Onodera
Original Assignee
Sony Corporation
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Publication date
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
    • G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
    • G06F3/08—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers from or to individual record carriers, e.g. punched card, memory card, integrated circuit [IC] card or smart card
    • G—PHYSICS
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    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
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    • Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
    • Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
    • Y10S707/99931—Database or file accessing

Definitions

  • the present invention relates to a memory device having a recording medium in which data can be written only once in bit units, a recording / reproducing device using the memory device, Further, the present invention relates to a file management method for managing files recorded in a memory device.
  • This type of memory device generally incorporates a nonvolatile semiconductor memory (IC memory) such as a flash memory, and stores various digital data such as still image data, moving image data, audio data, and music data in the semiconductor memory.
  • IC memory nonvolatile semiconductor memory
  • Flash memory is a rewritable memory that repeatedly writes and erases data. Therefore, a memory device with a built-in flash memory must use a file management system with a general hierarchical directory structure, such as MS-DOS (trademark) format, which is created on the assumption that rewritable disk media is used. Can be.
  • MS-DOS trademark
  • flash memory is a relatively expensive device. Therefore, write-once nonvolatile semiconductor memory such as PROM (Programmable Read Only Memory), which is provided at a lower price than flash memory, is used as a data storage device. By using them, the memory device can be manufactured at low cost.
  • MS-DOS like a rewritable memory device using a flash memory
  • a license type semiconductor memory As a data storage device, a license type semiconductor memory is used. A memory device cannot erase the substance of recorded data. From the viewpoint of user convenience, it is desirable that files and the like can be artificially deleted on the file management system.
  • An object of the present invention is to provide a novel memory device which can solve the problems of the conventional memory device as described above, and a recording / reproducing device using the memory device.
  • Another object of the present invention is to apply a physical configuration and a file management system compatible with a memory device using a rewritable recording medium to a recording medium on which data can be written only once in bit units.
  • Another object of the present invention is to provide a memory device capable of erasing a file or the like on a file management system in a pseudo manner, and a recording / reproducing apparatus using the memory device.
  • a memory device is a recording medium on which data can be written only once in bit units, and includes an entity data recording area in which entity data of a file is recorded, management data of the recorded file, and A recording medium having a spare area for recording the update data of the entity data is provided, and the spare area stores management data in the entity data record.
  • the data is recorded in the direction opposite to the data recording direction of the recording area.
  • the spare area is divided into pages, each of which is a predetermined data unit to which a management number is set, management data is recorded continuously from one of the upper and lower management numbers, and the update data is stored in the upper or lower management number Of these, the above management data is recorded continuously from the other side.
  • the spare area includes, as management data, a file entry indicating a file recorded on the recording medium, a root entry indicating the highest directory in the debris directory structure, and a subdirectory in the hierarchical directory structure. Is recorded corresponding to each generated file, root directory and subdirectory, and the file entry indicates the name of the indicated file and the parent directory of the file. Information that specifies the root entry or sub-entry to be executed and information that specifies the recording location of the actual data of the file. The sub-entry contains the name of the sub-directory that is instructed and the sub-directory. A root entry or directory that points to the bird's parent directory. Information specifying the entry is included.
  • a data recording area on the recording medium is replaced with an actual data recording area in which the actual data of the file is recorded.
  • a spare area in which the recorded file management data and the update data of the entity data are recorded, and the management data is recorded in the entity data recording area for the spare area. Recording is performed in the direction opposite to the direction.
  • the recording / reproducing apparatus is a recording medium on which data can be written only once in a bit unit, wherein an entity data recording area in which entity data of a file is recorded, management data of the recorded file, and A recording / reproducing unit that records and / or reproduces a file is provided for a memory device including a recording medium having a spare area in which update data of entity data is recorded.
  • the recording / reproducing unit records management data in the spare area in a direction opposite to the data recording direction of the actual data recording area.
  • FIG. 2 is a diagram showing a configuration of a memory cell of a memory card.
  • FIG. 3 is a perspective view of the memory card viewed from the front side.
  • FIG. 4 is a perspective view of the memory card viewed from the back side.
  • FIG. 5 is a diagram for explaining a terminal structure of the memory card.
  • FIG. 6 is a block diagram showing an internal circuit of the memory card.
  • FIG. 7 is a diagram for explaining the interface configuration of the memory card.
  • FIG. 8 shows the relationship between segments and blocks defined on the physical format of the memory card and the relationship between the physical block number and the logical address.
  • C Fig. 9 shows the relationship between the physical format of the memory card and c .
  • FIG. 3 is a diagram for explaining a boot area and a user area defined in FIG.
  • FIG. 10 is a diagram for explaining pages defined on the physical format of the memory card.
  • FIG. 11 is a diagram for explaining the spare block management number defined on the logical format of the memory card.
  • FIG. 12 is a diagram for explaining an entry defined on the logical format of the memory card.
  • FIGS. 13A to 13F are diagrams for explaining field images for each type of entry page.
  • FIG. 14 is a diagram illustrating an example of a directory configuration of files and the like recorded on a memory card.
  • FIG. 15 is a diagram showing a recorded image of an entry page when a file is recorded in the directory configuration shown in FIG.
  • FIG. 16 is a diagram showing a directory configuration after an arbitrary file is deleted from the files having the directory configuration shown in FIG.
  • FIG. 17 is a diagram showing a recorded image of the entry page when the file shown in FIG. 16 is deleted.
  • FIG. 18 is a flowchart showing the processing order of the session closing processing.
  • FIG. 19 is a diagram showing a directory structure of a file recorded in the memory card at the time of the first session closing process.
  • FIG. 20 is a diagram showing a record image of the entry page after the first session closing process.
  • FIG. 21 is a diagram showing a recording image of the data recording area after the first session closing process.
  • FIG. 22 is a diagram showing a directory configuration of a file recorded in the small IC memory at the time of the second session closing process.
  • FIG. 23 is a diagram showing a record image of the entry page after the second session closing process.
  • FIG. 24 is a diagram showing a recording image of the data recording area after the second session closing process.
  • FIG. 25 is a diagram showing a directory configuration of a file recorded in the small IC memory at the time of the third session closing process.
  • FIG. 26 is a diagram showing a record image of the entry page after the third session closing process.
  • FIG. 27 is a diagram showing a recording image of the data recording area after the third session closing process.
  • BEST MODE FOR CARRYING OUT THE INVENTION an example in which the memory device according to the present invention is applied to a memory card which is a card-shaped small IC memory device will be described. Further, the present invention will be described using this memory card as an external storage medium. An example in which the present invention is applied to a data processing device to be used will be described.
  • Examples of the data processing device in which the memory card to which the present invention is applied is used as an external storage medium include an information portable terminal, a desktop computer, and a notebook computer. Data, mobile phones, audio devices, home appliances, and the like.
  • a data processing device using a memory card to which the present invention is applied is referred to as a host device.
  • the memory card 1 includes a nonvolatile memory to which data can be written only once, that is, a write-once type semi-memory (hereinafter referred to as a write-once memory). It is built-in. As shown in FIG. 1, the memory card 1 is used in a state where it is inserted into a slot 3 provided in a host device 2. The user can freely insert and remove the memory card 1 from the insertion slot 3. Therefore, the memory card 1 inserted in one host device can be extracted and inserted in another host device. In other words, the memory device 1 can be used for exchanging data between different host devices.
  • a write-once type semi-memory hereinafter referred to as a write-once memory
  • the write-once memory provided inside the memory card 1 is a PROM (Programmable Read Only Memory) using a memory cell such as a diode burst type that can write data in 1-bit units. It is.
  • the diode breakdown type memory cell includes Pn diodes D1 and D2 connected in series in a direction opposite to each other and between a line and a column.
  • the bit retention value is inverted by breaking one pn diode with a reverse bias.
  • the write-once memory applied to the memory card 1 is not limited to the diode destruction type, but may be a so-called fuse type or floating gate type PROM.
  • the bit value held in each memory cell is "1" (High) in an initial state. That is, “1” is read from each memory cell when no data is written.
  • "0" (Low) is written to the memory cell in the initial state
  • the pn diode is destroyed and the value held in the memory cell changes to "0".
  • the held value of the memory cell becomes "0” and "1” or "0” is written to the memory cell thereafter, the held value does not change and the state of "0" is maintained.
  • the value held in that memory cell remains at "1".
  • a conventionally proposed and used memory card uses a nonvolatile semiconductor memory called a flash memory, which can be rewritten a plurality of times, to store data.
  • a flash memory Built-in as a device.
  • the memory card 1 according to the present invention is formed so as to be compatible with a conventional memory card using a flash memory in an outer diameter shape, a connection terminal, a data transfer interface with a host device, and the like.
  • the memory card 1 according to the present invention can be used by mounting it on a host device using a conventional memory card using a flash memory.
  • the host device 2 that can use the memory card 1 according to the present invention can use a conventional memory card using a flash memory as an external storage medium. That is, the memory card according to the present invention has interface compatibility with a conventional memory card using a flash memory.
  • the memory card according to the present invention will be described in detail while appropriately comparing with a conventional memory card using a flash memory.
  • the conventional memory card using the flash memory and the memory card according to the present invention the conventional memory card using the flash memory and the host corresponding to the same are used.
  • the host device may be referred to as Ver1
  • the memory card according to the present invention and the host device corresponding thereto may be referred to as Ver2.
  • a memory card 1 is formed in a substantially rectangular thin plate shape, has a longitudinal length of 5 O mm, a width of 21.4 mm, The thickness Di is set to 2.8 mm.
  • the memory card 1 has one surface as a front surface 1a and the other surface as a back surface 1b.
  • a connection terminal group 4 as 10 plane electrodes is provided on the back surface lb side of one end side of the memory card 1 in the longitudinal direction.
  • the electrodes constituting the connection terminal group 4 are provided in parallel in the width direction of the memory card 1.
  • a partition piece 5 rising vertically from the back surface 1b is provided between each of the electrodes.
  • Each partition piece 5 has a connection terminal connected to each electrode. This is to prevent contact with the electrode.
  • a slide switch 6 for preventing erroneous erasure is provided at the center of one end of the back surface 1 b of the memory card 1.
  • the host device 2 to which the above-mentioned memory card 1 is attached is provided with a slot 3 for inserting and removing the memory card 1.
  • the removal slot 3 is formed as an opening corresponding to the width and thickness of the memory card 1 on the front side of the host device 2 as shown in FIG.
  • the memory card 1 inserted into the host device 2 via the slot 3 is held in the host device 2 by connecting the connection terminals of the host device 2 to each electrode constituting the connection terminal group 4 Is prevented from falling off.
  • the connection terminal on the host device 2 side has 10 contacts corresponding to the electrodes constituting the connection terminal group 4 provided on the memory card 1 to be mounted.
  • the memory card 1 according to the present invention is inserted into the host device 2 through the slot 3 with one end provided with the connection terminal group 4 as an insertion end and the direction of arrow X1 in FIG. .
  • each electrode constituting the connection terminal group 4 is connected to each contact of the connection terminal on the host device 2 side, so that signals can be transmitted and received.
  • the first terminal 4a constituting the connection terminal group 4 is a V SS terminal to which V SS (reference 0 volt voltage) is connected.
  • the first terminal 4a serving as the VSS terminal connects the ground of the host device 2 and the ground of the memory card 1 so that the 0-volt reference potential of the host device 2 and that of the memory card 1 match.
  • the second terminal 4 b forms a BS terminal, and a bus state signal is input from the host device 2 to the memory card 1.
  • the third terminal 4 c constitutes a V CC terminal, and the power supply voltage (V CC) is supplied from the host device 2 to the memory card 1.
  • the operable power supply voltage of the memory card 1 is 2.73.6 volts, and a voltage in this range is supplied.
  • the fourth terminal 4d forms an SDIO terminal, and receives and inputs a serial data signal transferred between the memory card 1 and the host device 2.
  • the fifth terminal 4e is a spare terminal and has no particular function assigned.
  • the sixth terminal 4 f constitutes an INS terminal, and is used for insertion / removal detection for the host device 2 to determine whether the memory card 1 is inserted into the slot 3.
  • the seventh terminal 4 g is a spare terminal and no function is assigned to it.
  • the terminal 4h of 8 constitutes the SCLK terminal, and the master signal of serial data transferred between the memory card 1 and the host device 2 is input from the host device to the memory card. .
  • the ninth terminal 4i constitutes a VCC terminal, and a power supply voltage (VCC) is supplied from the host device to the memory card.
  • VCC power supply voltage
  • the ninth terminal 4 i is connected to the third terminal 4 c inside the memory card 1.
  • the 10th terminal 4 j is used as a VSS terminal, connects the ground of the host device 2 and the ground of the memory card 1, and matches the 0 volt reference potential between the host device 2 and the memory card 1 .
  • the tenth terminal 4 j is connected inside the memory card 1 to a first terminal 4 a also used as a VSS terminal.
  • the configuration of the terminals of the memory card 1 according to the present invention, the shape of the handheld device 3 (Ver 2) of the host device 2 to which the memory card 1 is mounted, and the configuration of the connection terminals use flash memory. It has the same configuration as the conventional memory card (Ver1) configuration and the host device using the conventional memory card, and has mutual mechanical compatibility.
  • the memory card 1 includes an interface circuit (I / F) 12, a register circuit 13, a data buffer circuit 14, a £ ⁇ (circuit 15), a memory I / F sequence circuit 16, write-once memory 17, and oscillation control circuit 18.
  • I / F interface circuit
  • register circuit 13 register circuit 13
  • data buffer circuit 14 data buffer circuit 14
  • £ ⁇ circuit 15
  • memory I / F sequence circuit 16 write-once memory 17, and oscillation control circuit 18.
  • the I / F circuit 12 is a circuit that transfers data with the host device 2 using a three-wire half-duplex serial protocol.
  • the register circuit 13 includes, for example, a command transferred from the host device, an internal state in the memory card 1, an address of data to be accessed, and a command when executing the command. This is a circuit for storing necessary parameters, file management information in the write-once memory 17, and the like. The information stored in the register circuit 13 is accessed from the memory I / F sequence circuit 16 or by giving a predetermined command from the host device 2.
  • the data buffer circuit 14 is a memory circuit for temporarily storing data to be written to the write-once memory 17 and data read from the write-once memory 17.
  • the data buffer circuit 14 has a data capacity of a predetermined data writing unit (512 bytes, which is a page size described later).
  • the ECC circuit 15 adds an error correction code (ECC) to the data written to the write-once memory 17.
  • ECC error correction code
  • the ECC circuit 15 performs an error correction process on the read data based on the error correction code added to the data read from the write-once memory 17. For example, an error correction code is added for 3 bytes to a data unit of 512 bytes.
  • the memory I / F sequence circuit 1.6 controls the exchange of data between the data buffer 14 and the write-once memory 17 according to the commands and various information stored in the register circuit 13.
  • the write-once memory 17 is a semiconductor memory capable of rewriting the stored data content only once.
  • the oscillation control circuit 18 generates an operation clock in the memory card 1.
  • the memory card 1 configured as described above, for example, writes data, reads data, and deletes data (deletion on the file system) in accordance with various commands given from the host device 2 via the interface. Perform the operation.
  • FIG. 7 shows a functional configuration diagram of an interface for performing data transmission between the memory card 1 and the host device 2 according to the present invention.
  • the host device 2 includes a file manager 31, a TPC interface 32, and a serial interface 33.
  • the memory card 1 has a serial interface 35, a register 37, a data buffer 38, and a memory controller 3. 9 and a memory 40.
  • the file manager 31 manages files stored in the memory card 1 and files stored in other media of the host device on the operation system of the host device.
  • the TPC interface 32 is a lower layer of the file manager 31.
  • the TPC interface 32 accesses the register 37 and the data buffer 38 in the memory card 1 by using a command (TPC: Transfer Protocol Command) specific to the interface of the memory card 1.
  • TPC Transfer Protocol Command
  • the serial interfaces 33 and 35 are the lower layer of the TPC interface and are the physical layer of this interface system.
  • the serial interfaces 33 and 35 transfer data according to a three-wire half-duplex serial protocol that transfers three signals of 1-bit serial data, a clock signal, and a bus state signal.
  • the register 37 stores the command transferred from the host, the internal state of the memory card, the data address of the memory, various processing parameters required for executing the command, file management information in the memory, and the like.
  • the data buffer 38 is a buffer area for temporarily storing data written to the memory 40 and data read from the memory 40.
  • the memory controller 39 controls data exchange between the data buffer 38 and the memory 40 in accordance with commands and various information stored in the register circuit 13 to read and write data. I do.
  • the memory 40 is a memory area for data, and is virtualized as a unique model through the memory controller 39.
  • the host device 2 and the memory card 1 having the above configuration transfer data stored in another medium managed by the file manager 31 to the memory 40 via the serial interface. Can be.
  • the data stored in the memory 40 can be transferred to another medium managed by the file manager via the serial interface.
  • the data capacity that the memory card 1 can store is, for example, 16 Mbytes, 32 Mbytes, 64 Mbytes, and 128 Mbytes.
  • a data unit called a block is defined, and the data storage area is physically ⁇ ? Based on the block. Is being managed.
  • the data size of one block is, for example, 16 bytes. Therefore, if the memory card is 16 bytes, the total number of blocks is 10 24, and if the memory card is 32 bytes, the total number of blocks is 208, and the memory block is 64 bytes. In the case of a memory card, the total number of blocks is 4096, and in the case of a 128-byte memory card, the total number of blocks is 8192.
  • This block is the same as the erase block in a conventional memory card using flash memory.
  • Blocks have a valid block and a spare block.
  • An effective block is a block in which the actual data of a file and the like are recorded.
  • the spare block is an area where replacement data of late failure and data for file management are recorded.
  • the total number of spare blocks in one memory card 1 is, for example, 31 for a 16-Mbyte memory card, 63 for a 32-byte memory card, and 64 for a 64-byte memory card.
  • the number of memory cards is 127, and the number of memory cards of 128 Mbytes is 255.
  • Each block has a physical block number that specifies the storage location of the block. This physical block number is set as a consecutive number from 0, regardless of the distinction between a valid block and a spare block.
  • Each block records a logical address.
  • This logical address is written to a predetermined area in the block. For example, a logical address is recorded in advance in a valid block at the time of factory shipment, and a logical address is not recorded in a spare block at the time of factory shipment. If a block failure occurs at a specific logical address block, a replacement is performed by writing the logical address of the defective block to an unrecorded spare block. In other words, for the effective block, along with the physical block number The logical address is also set in advance, and for the spare block, the logical address is set after shipment from the factory.
  • the c- segment number which defines a group of 512 blocks as a segment, is set as a continuous number from 0.
  • Each segment consists of a valid block and a spare block.
  • the number of valid blocks in the 0 segment is 495, and the number of spare blocks is 15.
  • the number of effective blocks in the other segments is 496, and the number of spare blocks is 16. Note that the number of effective blocks and the number of spare blocks in the 0 segment are small because there is a boot block described later.
  • FIG. 8 shows the relationship between the segment and the block described above and the relationship between the physical block number and the logical address.
  • the two blocks at the beginning of the 0 segment are booted.
  • the boot area is an area that first reads data when the host device boots the memory card 1.
  • information, attributes, and the like regarding the memory card are recorded.
  • the area where this boot is recorded is called a boot area, and the other area is called a user area.
  • each block is composed of 32 pages.
  • the page is a unit composed of a data area of 512 bytes and an extra data area.
  • the substance of the data is recorded. That is, file entity data, management data, and the like are recorded.
  • the extra data area has a 1-byte (8-bit) overwrite flag area, a 1-byte management flag area, a 2-byte logical address area, and a 5-byte format-reserve area.
  • a first ECC area and a second ECC area are formed in order from the top.
  • the block status is recorded in the first bit, the page status in the second and third bits, the update status in the fourth bit, and the data use status in the fifth bit.
  • the 6th to 8th bits are reserved areas.
  • the block status indicates that the block containing the page is in a bad state Or a 1-bit identification flag indicating whether the data recorded in the block containing the page has been deleted. When the value of the block status is "0", it indicates that the block is in the bad block state or the data deleted state, and when the value is "1", it indicates that the block is accessible. I have.
  • This block status is "1" in the initial state such as at the time of factory shipment.
  • the block status is rewritten to "0" when the block is defective or when the data written in the block is pseudo-erased on the file management system.
  • Page status is a 2-bit identification flag that indicates the state of occurrence of an uncorrectable error for each page.
  • the page status is "0 0"
  • the data in the page has an error that can be corrected by ECC
  • the value is "0 1”
  • the data in the page has ECC. Indicates that an error that cannot be corrected has occurred.
  • the value is "1 1”
  • the update status is a 1-bit flag indicating the update status of the block containing the page.
  • the update status is "0", it indicates that data has been recorded in the block or the data is being updated in the block, and when the value is "1", This indicates a state in which no data has been recorded in that block.
  • the data usage status is a 1-bit identification flag indicating that data has been recorded for the block containing the page and the block has already been used. When the data usage status is "0", it indicates that data has already been recorded for the topic. When the value is "1”, the data usage status is not yet available for the page. Indicates that no data has been recorded.
  • the management flag includes a system bit indicating whether the block containing the page is a boot block, a block other than the block, a copy restriction bit for the page, an access restriction bit for the page, and the like. Have been.
  • As the logical address address information of the block is recorded.
  • the first ECC is a one-byte management flag, a two-byte logical address, and an error correction code for a five-byte format reserve.
  • the second ECC is an error correction code for 512-byte page data.
  • the physical format of the memory card 1 according to the present invention has the above configuration.
  • the physical format of the memory card 1 is the same as the physical format of a conventional memory card that can be rewritten a plurality of times using a flash memory.
  • the difference is that the data use status is defined in the physical format of the memory card 1 according to the above.
  • the fifth bit in the overwrite flag area is the data use status, but in the conventional memory card that can be rewritten multiple times using flash memory, the overwrite flag area The 5th bit is reserved.
  • the memory card 1 since the memory card 1 according to the present invention defines the data use status and the block status in the physical format as described above, data is not yet recorded in the block, and data is recorded in the block. It is possible to distinguish between three states: the state in which the data recorded in the block has been erased, and the state in which the data recorded in the block has been deleted. Therefore, even in the case of the write-once type memory card 1, the data erasure state can be managed in a pseudo manner on the file management system.
  • a new data use status flag is defined in the reserved area of the conventional memory card that can record multiple times using flash memory, so that data read compatibility on physical format may be possible. it can. That is, the contents of the data use status specified only for the memory card 1 do not affect the conventional memory card.
  • the information recorded in the extra data area in the page includes information indicating unique contents for each block and information indicating unique contents for each page.
  • the block status, update status, data use status, and logical address are information indicating specific contents for each block.
  • the page status and the management flag are information indicating contents unique to each page.
  • Block status, update status The status, data use status, and logical address have the same information content for all pages in the same block. Therefore, such information may be recorded only for the 'first' page in the block.
  • the memory card 1 does not have an area for recording a table for associating a physical block number with a logical address in the physical format. Therefore, when booting the memory card 1, the host device detects the logical address by accessing the first page of all blocks, and creates a table for associating the physical block number with the logical address.
  • a conventional memory card using a flash memory that can be written multiple times employs an MS-DOS compatible format as a logical format.
  • the MS-DOS compatible format is a file system that manages data files recorded on a recording medium in a hierarchical directory structure.
  • a unit for recording and reproducing data (cluster) on a recording medium is defined when managing recorded data.
  • a data recording / reproducing unit (cluster) specified by MS-DOS is a block unit.
  • the write-once type memory card 1 has a unique logical format (hereinafter referred to as a write-once format) different from the MS-DOS compatible format, and an MS-DOS compatible format.
  • the management of the finale will be carried out by both parties.
  • the license format manages files in a hierarchical directory structure, similar to the MS_DSS compatible format.
  • the host device (Ver 2) 2 according to the present invention which has enabled the use of the memory card 1 according to the present invention, records and reproduces data with respect to the memory card 1 according to the light-in format.
  • a conventional host device (Ver 1) configured for the purpose of using a conventional memory card transmits data to the memory card 1 using an MS-DOS compatible format. Perform recording and playback.
  • data is recorded by a host device (Ver 2) corresponding to the memory card 1, and in the MS-DOS compatible format, Do not manage data.
  • the memory card 1 can perform the session closing process a plurality of times.
  • a file can be added or updated in a write-once format after the session close processing has been performed L times, and the added or updated file can be updated by performing the session close processing again.
  • the data can be read by a device (Ver 1) that supports this type of memory card.
  • the actual data of a file is recorded in a block to which a logical address is assigned in advance, that is, an effective block.
  • the actual data of the file is recorded in block units. That is, entity data of a plurality of files is recorded so as not to be mixed in one block.
  • recording of file entity data starts from the first page of the block.
  • the write-once format when the entity data of one file is recorded over a plurality of blocks, it is recorded in blocks of consecutive logical addresses.
  • the continuous direction of the logical address is the forward direction, that is, the direction from a small value to a large value.
  • each area divided into two is formed by a block in which logical addresses are continuous.
  • management data called an entry page is a block to which a logical address is not allocated in advance (a block in which the value of a logical address is an initial value (OxFFFF)), that is, Record in spare block.
  • OxFFFF initial value
  • one entry file is created or updated, or one entry directory is created every time a root directory and a subdirectory are created. Record in block.
  • the entry page has a capacity of one page. Therefore, each time a file, root directory, and sub-directory are created or updated, one page of the spare block is consumed.
  • a spare block management number is set for all pages of all spare blocks. Since the number of pages in one block is 32, the total number of pages to which the spare block management number is set is 992 for a 16 Mbyte memory card, and 32 Mbytes of memory. If it is a card, it will be 204, if it is a 64 Mbyte memory card, it will be 406, and if it is a 128 Mbyte memory card, it will be 816.
  • the spare block management number is calculated from the spare block with the lowest physical block number (ie, the spare block with the largest physical block number) out of all the spare blocks.
  • the numbers are assigned sequentially in the direction of the spare block. For example, in the case of a 128 MB memory card 1, a spare block management number is set as follows. Spare block management number Segment number Physical block number Page number
  • the entry page is recorded in the order according to the above-mentioned spare block management number. In other words, the entry page is recorded from the last spare block in the memory card 1 in the direction opposite to the recording direction of the normal entity data.
  • the entry page is recorded in the spare block in which the late defective replacement data specified in the physical format is recorded. For this reason, the alternative data and entry page are recorded in the same area.Although the alternative data is specified in the physical format, it is recorded in the order according to the physical block number. The entry page is recorded in the reverse order of the physical block number. Therefore, the replacement data and the entry page are not recorded in the same physical location, and the backup block can be used effectively.
  • Entry pages are classified into five types: file entries, root entries, sup- entries, session anchors, and directory markers.
  • the file entry is management data indicating a file recorded on the memory card 1.
  • one file entry is recorded in the spare block corresponding to that file.
  • the parent pointer is a backup block management number in which the root entry or subentry, which is the entry pointing to the parent directory of the file, is recorded.
  • the fragment is information indicating that the actual data of the file is recorded in two parts without being recorded in the continuous area. This fragment also indicates the start address of the subsequent recording area.
  • the root entry is management data indicating the root directory.
  • the root directory is the highest directory in the hierarchical directory structure.
  • file management is performed in a hierarchical directory structure, only one root directory exists, and its existence does not change. Therefore, in the write-once type memory card 1, it is desirable to record one root entry in advance on the first page of the spare block management number at the time of factory shipment or the like.
  • the sub-entry is management data indicating the sub-directory.
  • a subdirectory is a directory other than the root directory in a hierarchical directory structure. Subdirectories can be located under the root directory or Directory. When one subdirectory is created on the memory card 1, one subdirectory is recorded in the auxiliary block corresponding to the subdirectory.
  • the sub-entry describes the name of the sub-directory pointed to by the sub-entry, the date on which the sub-directory was created, and information identifying the parent directory of the sub-directory. .
  • the session anchor is management data indicating that the session close processing has been performed.
  • the session anchor indicates that the session close process was performed once in two pairs.
  • the session close process starts, one session anchor is recorded in the spare block first, and one session anchor is recorded again in the spare block at the end of the session close process.
  • information on the number of times the session close processing has been performed on the memory card 1 is described. Since the same value is recorded as the number information in the pair, the pair can be determined when the file entry is read. If the session force is recorded at the start and end of the session close process in this way, for example, if the power is turned off during the session close process and the session close fails, only one session anchor is recorded. It is possible to recognize later that the session close has failed.
  • the directory marker indicates the recording position of a subdirectory entry, which is management data in MS-DS compatible format generated by performing the session closing process. This directory marker is recorded after recording the first session anchor and before recording the second session anchor when the session close processing is performed. That is, it is recorded on the page sandwiched between the paired session anchors. One directory marker is recorded for each subdirectory entry newly recorded during the session close process. However, when a subdirectory entry is recorded over a plurality of blocks, the directory marker for that block is recorded for one subdirectory entry.
  • the entry page is recorded in a 152-byte data area in the page as shown in FIG.
  • the description field in the entry page consists of a name field, a file attribute field, a type field, a head block pointer field, a data size field, a generation date field, a parent pointer field, a fragment field, and a spare field.
  • the name field is located at the 0th to 10th bytes. If the entry page is a file entry or sub-entry, this name field describes the name of the file or sub-directory indicated by the entry page. When describing the names of files and subdirectories, they are recorded using character strings that can be used in the MS-DOS format.
  • file name is a linguistic file name specified in the MS-DOS compatible format, "0" is described in the first byte of this name field, and the file name is written in the next two bytes. The data length is described, and the file name is described in the spare field. If the entry page is a root entry or directory dimmer, this name field is left blank.
  • a pair identification ID indicating the number of times the memory card 1 has been subjected to session close processing is recorded in the first 0 to 1 bytes in this name field. .
  • the pair identification ID is incremented from 1 to 2 to 3 in accordance with the number of times the session close process is performed on the memory card 1.
  • the maximum value of the number of session close processing is 8, and only up to 8 IDs for pair identification are described. Note that even if the number of session close processes is less than 8, if there is no more space to be added to the memory card 1 itself, the pair identification ID is 256 (0XFFFF).
  • the attribute field is placed in the 11th byte. If the entry page is a file entry, this attribute field describes the attribute of the file indicated by the file entry.
  • the attribute field contains "0” if the file is a regular file, "1” if it is a read-only file, "2” if it is a hidden file, and "2" if it is a volume label. "3” is described.
  • the attribute field is blank if the entry page is not a file entry.
  • the type field is located at the 12th byte. In this type field, the type of the entry page is described. That is, information for distinguishing whether the entry page is a file entry force, a root entry force-, a sub-entry session anchor, or a directory marker is described.
  • the type field contains “0” for a file entry, “1” for a root entry, “2” for a subentry, and “3” for a session entry. If it is a directory lianka, "4" is described.
  • the first block pointer field is located at the 13th to 14th bytes. If the entry page is a file entry, the logical address of the first block in which the actual data of the file is stored is described in the first block pointer field. If the entry page is a root entry, the logical address of the block storing the root directory entry of the MS-DOS compatible format is described. Blank if the entry page is a sub-entry or session ancestor. If the entry page is a directory marker, the logical address of the block indicated by the directory power is described.
  • the data size field is located at the 15th to 18th bytes. If the entry page is a file entry, the size of the entity data of the file indicated by the file entry is described in this data size field in byte order. In this data size field, if the entry page is a directory immersive, the 0th and 1st bytes describe the first entry among the entries recorded in the block indicated by the directory marker. In the second and third bytes, the last entry among the entries described in the block is described.
  • the generation date field is placed in the 19th to 22nd bytes. If the entry page is a file entry, root entry or sub-entry, the creation time field describes the date when the file or directory was created. The description of the generation date is the same as the MS-DOS format. Entry page is in session In the case of anchor or directory power, this generation date feed will be blank.
  • the parent pointer field is located at bytes 23 and 24.
  • the parent pointer field describes the parent pointer if the entry page is a file entry or sub-entry.
  • the parent pointer is the spare block spin number of the root entry or sub-entry pointing to the parent directory. If the entry page is a root entry, this parent pointer describes the spare block management number of its own entry.
  • the fragment field is located at bytes 25 to 28.
  • the fragment field contains information only if the entry page is a file entry.
  • the actual data of the file is basically stored in a continuous logical address, but may be divided into two areas in exceptional cases.
  • a flag indicating that the actual data of such a file is divided into two areas is described. Specifically, in the fragment field, if the actual data of the file is divided, 0 out of 4 bytes, 0 (0x0000) is described in the first byte, and the fragmentation is performed. Otherwise, other values are described in the 0th and 1st bytes.
  • the logical address of the first block in which the latter half is recorded is described in the second and third bytes.
  • Figures 13A to 13F show image diagrams for each entry page type.
  • Figure 13A is a diagram of the fileentry.
  • Fig. 13B is an image diagram of the file entry when the name of the long chain is long.
  • Figure 13 (C) is an image of the root entry.
  • FIG. 13D is an image diagram of a subentry.
  • Figure 13E is an image diagram of the session anchor.
  • Figure 13F is an image diagram of Directrianka.
  • Fig. 14 shows an example of the hierarchical directory structure of the files recorded on the memory card 1, and an image of the entry page when a file with such a hierarchical directory structure is recorded on the memory card 1. See Figure 15 for an illustration. Arrows shown in Fig. 15 indicate the destinations of parent parenters described in each file entry and sub-entry. Indicates the destination.
  • the write-once format used for the memory card 1 stores a root entry, a sub-entry, and a file entry in correspondence with the generated file and directory, thereby hierarchically storing the file. It can be managed in a directory structure. That is, when the memory card 1 is booted, the host device first reads all entry pages in order from the page whose spare block management number is 0. By reading all entry pages, the value of the parent pointer described in each file entry and sub-entry is detected. When the parent pointer is detected in this way, the parent-child relationship between the file and the directory recorded on the memory card 1 can be managed.
  • the file entry describes the file name and file storage location information. Therefore, the host device can read the actual data of the file by referring to the file entry.
  • MS—DOS compatible formats include MBR (Master Boot Record), PBR (Partition Boot Record), and FA as file management data other than entity data. There is a T (File Allocation Table), a root directory entry, and a subdirectory entry.
  • the MBR is information placed at the top of the user area, and describes boot information for each partition.
  • the PBR is information that is arranged in the first sector of a partition, and describes information on various processes related to each partition.
  • the FAT records the connected state of clusters (blocks) handled in the user area. In this memory card 1, two FATs (FAT1, FAT2) are recorded for backup.
  • the root directory entry describes the entries of each file and subdirectory located in the root directory.
  • the subdirectory entry describes each file and subdirectory entry that is located in the subdirectory.
  • One entry consists of two bytes, in which the file name, attribute, recording date, starting cluster (block) number, and file size (in bytes) are described.
  • the MS-DOS compatible format stipulates that these management data be recorded in clusters to which logical addresses are assigned.
  • the cluster is a block in the memory card 1 according to the present invention.
  • the session closing process refers to the contents of the management data recorded in the license format and converts the above-mentioned MS-DOS compatible format management data to a block to which a logical address is assigned. This is a process that enables read compatibility with devices compatible with conventional memory cards by additionally recording.
  • the logical address of the PBR is described in the MBR, it is not necessary to rewrite as long as the logical address of the PBR does not change.
  • PBR, FAT, root directory, and subdirectory entries need to be rewritten as additional files and directory structures are added. Therefore, in the session closing process, the PBR, FAT, root directory entry, and subdirectory entry excluding the MBR are generated and recorded.
  • step SI the host device 2 writes the first session anchor in the backup block management number following the last recorded entry page.
  • the host device 2 describes the pair identification ID in the name field of the first session anchor.
  • this pair identification ID a number indicating the number of times the session close process has been performed on the memory card 1 is described. For example, “1" is described for the first session close process, and "2" for the second session close process.
  • step S2 the host device generates PBR and FAT corresponding to the current file management status based on the write-once format management data, and stores the generated PBR and FAT in the memory card 1. To record.
  • connection order may be generated by analyzing the file E emissions birds in Rye DOO-once format, route entry, the service Buentori and directory Torimaka c This is because in the write-once format, the entity data that constitutes one file is basically recorded in a block of logical addresses that have been kneaded, and if the entity data is divided into two, This is because it is specified that the logical address of the latter part is described by the fragment of the file entry.
  • the host device records the PBR and the FAT in an effective block, which is a block to which a logical address has been allocated in advance. Blocks PBR and F AT is recorded, c
  • This Proc described in the MB R for example a logical address is one, 2 of Proc. That is, the host device records PBR and FAT for the block of the logical address indicated in the MBR at the time of the first session closing process.
  • the host device records the PBR and FAT in a spare block, which is a block to which no logical address has been allocated in advance.
  • the PBR and FAT are recorded in the spare block in the 0 segment.
  • the host device 2 uses the block One task is set to "0", and the logical address is also recorded.
  • the logical address value is the same as the logical address of the block in which the original PBR and FAT recorded during the previous session close process were recorded.
  • the host device 2 sets the block status of the block in which the original PBR and FAT recorded in the previous session closing processing to "0".
  • the host device 2 updates the logical address-physical block number conversion table stored therein.
  • step S3 the host device generates a root directory entry and a subdirectory entry corresponding to the current file management status based on the write-once format management data, and generates the generated root directory. Record directory entries and subdirectory entries.
  • the host device 2 records a root directory entry and a subdirectory entry in an effective block, which is a block to which a logical address has been allocated in advance.
  • the block in which the directory entry is recorded is described in the PBR. Therefore, the host device 2 records the root directory entry for the block of the logical address indicated in the PBR at the time of the first session closing process.
  • the host device 2 records the subdirectory entry in the effective block of the first segment and thereafter, while the host device 2 is a block in which the logical address is not allocated in advance during the second and subsequent session close processing. Record the root directory entry and subdirectory entries in the block.
  • the host device 2 records the root directory entry in the spare block of the 0 segment in this spare block.
  • the root directory entry is recorded so that the spare area is erased from the area opposite to the write-once format management data (entry page).
  • the host device 2 records the sub-directory entry in the spare block of one or more segments among the spare blocks.
  • the subdirectory entry created for the first time that is, the subdirectory newly created after the previous session close process, will have its subdirectory entry discussed.
  • the address is recorded in an effective block, which is a block allocated in advance. This place In each case, it is recorded in the effective block after the first segment.
  • the host device 2 sets the block use status of the block to "0" and records the logical address.
  • the value of the logical address to be recorded shall be the same value as the logical address of the block in which the original root directory entry or sub-directory entry recorded during the previous session close processing was recorded.
  • the host device 2 uses the original root directory entry or subdirectory entry recorded in the previous session closing process. Set the block status of the recorded block to "0".
  • the host device 2 updates the logical address / physical block number conversion table stored therein.
  • step S4 when adding or updating a subdirectory entry, the host device 2 records a directory marker for the added or updated subdirectory in step S1. Write to the backup block following the set session anchor.
  • the data size of each entry constituting the root directory and sub-directory is 4 bytes (32 bits).
  • the number of files and sub-directories under the root directory (that is, the number of entries) is specified to be up to 512, so the actual data capacity of the root directory entry is specified. Is at most one block (5 12 bytes x 32 pages). That is, the root directory entry always fits within one block.
  • the number of files and subdirectories under the control of a subdirectory is not specified in the MS-DOS compatible format. Therefore, the size of the subdirectory entry entity data may exceed one block. In such a case, the subdirectory entry will be recorded over multiple blocks.
  • the host device 2 When a subdirectory entry is recorded over a plurality of blocks, the host device 2 records a plurality of directory markers for one subdirectory. Specifically, the number of entries in the subdirectory is up to 5 12 (for one block) In the case of, one directory marker describes the logical address of the block in which the entity data of the subdirectory entry is described. If the number of entries in the subdirectory exceeds 5 12, a directory power is created for each block, and the range of the entry indicated in the block is indicated and identified.
  • the page status of the page containing the directory marker recorded during the previous session closing process is set to "0" and erased.
  • step S5 the host device 2 continues the directory immersion force if the directory immersion force was recorded in step S4, and if not, in step S4.
  • step S1 a second session anchor is recorded.
  • the host device describes the same pair identification ID as the pair identification ID recorded in the first session anchor in the second session anchor.
  • the host device can convert the memory card 1 managed in the light-once format into an MS-DOS compatible format.
  • the first session closing process is performed at the time of shipment from the factory, and is provided to the user.
  • the root directory and the “MEMSTICK. Ind” file are recorded on the memory card 1 as shown in FIG. It is assumed that the first session close processing is performed after recording such a file.
  • the "MEMSTICK. Ind” file is a file in which information indicating that this device is a write-once type memory card is described, and is generated under the root directory. Memory card 1 indicates this recording state, and the first session close processing is performed.
  • Figure 20 shows the recorded image of the license format management data after the first session close process.
  • the memory card 1 Before the first session close processing, the memory card 1 has a note entry and a file entry (MEM) pointing to the file MEMSTICK.ind in the page area of the spare block management numbers 0 to 1. Has been recorded.
  • two session anchors (the pair identification ID is "1") are recorded in the memory area of the spare block management numbers 2 and 3 in the page area.
  • Figure 21 shows the recorded image of the management data and entity data in the MS-DOS compatible format after the first session close process.
  • the boot is recorded in the blocks whose physical addresses are "0" to "1".
  • MBR is recorded in the block with the logical address "0" (physical block number 2)
  • PBR and FAT are recorded in the block with the logical address "1" to "2” (physical block numbers 3 to 4).
  • the root directory entry is recorded in the block with the logical address "3" (physical block number 5), and the entity data of "MEMSTICK. Ind” is recorded in the block with the logical address "4". I have.
  • a file as shown in FIG. 22 is added to the memory card 1 after the first session closing process as described above.
  • a first file Filel
  • a second file File 2
  • a first subdirectory Subl
  • a third file File 3
  • the second session close processing is performed.
  • Fig. 23 shows a recorded image of the license format management data after the second session closing process.
  • Figure 24 shows the recorded image of the management data and entity data in the MS-DOS compatible format after the second session close process.
  • a file entry pointing to the first file is stored in the page area of the spare block management numbers 4 to 7 of the memory card 1.
  • (1) and the second file A file entry ( 2 ) pointing to (File2), a subentry (1) pointing to the first subdirectory (Sub1), and a file entry ( 3 ) pointing to the second file (File3) are recorded. Is done.
  • the first file (Filel), a second file I le (File2), each entity data of the third file (File 3) are respectively recorded in de Ichita recording region of 0 segment.
  • the first session anchor (the ID for pair identification) is placed in the page area of the spare block management numbers 8 to 10.
  • a directory mark (1) indicating a block in which a subdirectory entry that is the substance of the first subdirectory (Subl) is stored, and a second session anchor ( The ID for pair identification is "2").
  • the updated PBR, FAT and root directory are recorded in the first spare block (physical block number 494-496) in the 0 segment.
  • each block in which the PBR, FAT and root directory are recorded has the same logical address as the logical address of the block in which the original PBR, FAT and root directory before updating are recorded. Is recorded. Specifically, logical addresses 1 to 3 are recorded in the blocks of physical block numbers 494 to 496.
  • a new sub-directory entry (1) of the first sub-directory (Subl) is created, and a 1-segment data recording area (physical block number 512, logical address) 4 9 2 block).
  • the PBR, FAT, and root directory entries recorded during the first session close process are deleted. That is, the block status of the blocks with physical block numbers 3, 4, and 5 is set to "0".
  • a file or the like as shown in FIG. 25 is added to the memory card 1 after the second session closing process as described above. That is, a fourth file (File4) is added under the root directory, a second subdirectory (Sub2) is added under the first subdirectory (Subl), and a second subdirectory is added. fifth append the file (File5) under I Lek tri (Sub2), and have appended sixth file (file 6) under the first subdirectories (SUBL). And then, Assume that the third session close processing is performed.
  • Figure 26 shows an image of recorded write-once format management data after the third session close process.
  • Fig. 27 shows the recorded image of the management data and entity data in the MS-DOS compatible format after the third session close process.
  • the entity data of the sixth file (File 6) is divided into two parts, a data area of 0 segment and a data area of 1 segment, and recorded. No The logical address of the area divided by 2 is not continuous because the directory entry (1) is in the middle, and the fragment (6) is recorded as a fragment in such a case.
  • the first session anchor (having ID “3” for pair identification) is placed in the page area of the spare block management numbers 15 to 17 and the 1 subdirectories directory indicating the proc which subdirectory entries are stored an entity of (sub 2) Torimaku (2), second session anchor (pair discrimination ID is "3" ) Is recorded.
  • the updated PBR, FAT and root directory are recorded in the spare block (physical block numbers 497 to 499) in the 0 segment.
  • the same logical address as the logical address of the block in which the original PBR, FAT and root directory before the update were recorded is recorded.
  • the logical addresses 1 to 3 are recorded in the blocks of the physical block numbers 497 to 499.
  • Updated first subdirectory The subdirectory entry (1) of the directory (Subl) is recorded in the first spare block (physical block number 106) in one segment.
  • the same logical address as that of the block in which the original subdirectory entry (1) before the update is recorded is recorded.
  • the logical address 494 is recorded in the block of the physical block number 104.
  • a new sub-directory entry (1) of the second sub-directory (Subl) is newly created, and the beginning of an empty block in the data recording area of one segment (for example, Recorded in physical block number 6 13, logical address 5 93 3 block).
  • the PBR, FAT, root directory entry, and subdirectory entry (1) of the first subdirectory recorded during the second session close processing are deleted. That is, the block status force S “0” of the blocks of the physical block numbers 494, 495, and 496 and the block of the physical block number 510 is set.
  • a physical configuration and a file management system compatible with a memory device using a rewritable recording medium are applied to a recording medium on which data can be written only once in bit units. In addition to being able to delete files, etc. on the file management system.

Description

明細書 メモリ装置及びこのメモリ装置を用いた記録再生装置 技術分野 本発明は、 データをビット単位で 1回だけ書き込み可能とした記録媒体を有す るメモリ装置及びこのメモリ装置を用いる記録再生装置、 更にメモリ装置に記録 されるファイルを管理するファイル管理方法に関する。
' 本出願は、 日本国において 2 0 0 1年 1 2月 2 5日に出願された日本特許出願 番号 2 0 0 1— 3 9 2 4 5 3を基礎として優先権を主張するものであり、 この出 願は参照することにより、 本出願に援用される。 背景技術 従来、 情報携帯端末、 デスク トップ型コンピュータ、 ノート型コンピュータ、 携帯電話機、 オーディオ装置、 家電装置等のホス ト機器の外部記憶媒体として、 これら機器に対し装脱可能とされ、 半導体メモリを内蔵したカード型のリムーバ ルな小型 I Cメモリ装置が用いられている。
この種のメモリ装置は、 一般にフラッシュメモリ等の不揮発性の半導体メモリ ( I Cメモリ） を内蔵し、 この半導体メモリに静止画像データ、 動画像データ、 音声データ、 音楽データ等の各種デジタルデータを格納する。 フラッシュメモリ は、 データの書き込み及び消去を、 何度も繰り返し行う書き換え可能なメモリで ある。 そのため、 フラッシュメモリを内蔵したメモリ装置は、 書き換え可能なデ イスク媒体等を前提として作られた M S—D O S (商標） フォーマッ トのような 一般的な階層ディレク トリ構造のファイル管理システムを適用することができる。 ところで、 フラッシュメモリは、 比較的高価なデバイスである。 そのため、 フ ラッシュメモリ よりも安価に提供されている P R O M (Programmable Read Only Memory) 等のライ トワンス型の不揮発性の半導体メモリをデータ格納デバイスと して用いることにより、 メモリ装置を安価に製造することが可能となる。
このようにメモリ装置のデータ格納デバイスとして、 ライトヮンス型の半導体 メモリを用いた場合も、 ユーザの利便性の点から、 フラッシュメモリを用いた書 き換え可能なメモリ装置と同様に、 M S—D O S (商標） フォーマッ トのような 階層ディレク トリ構造でファイルを管理することが望ましい。
データ格納デバィスとしてライ トヮンス型の半導体メモリを Πぃメモリ装置は、 記録したデータの実体を消去することはできない。 ユーザの利便性の点から、 フ アイル管理システム上で擬似的にファイル等を消去することができることが望ま しい。
データ格納デバィスとしてライ トヮンス型の半導体メモリを用いたメモリ装置 であっても、 読み出し処理自体は、 書き換え可能な半導体メモリを用いたメモリ 装置と同一である。 そのため、 ユーザの利便性の点から、 データの読み出しに関 しては、 従来の書き換え可能な半導体メモリを備えた従来の I Cメモリ装置との 間で互換性がある物理構成並びにファイル管理システムとすることが望ましい。 発明の開示 本発明の目的は、 上述したような従来のメモリ装置が有する問題点を解消し得 る新規なメモリ装置及びこのメモリ装置を用いる記録再生装置を提供することに める。
本発明に他の目的は、 データをビット単位 1回だけ書き込み可能な記録媒体に 対して、 書き換え可能な記録媒体を用いたメモリ装置と互換性がある物理構成並 びにファイル管理システムを適用するとともに、 ファイル管理システム上で擬似 的にファイル等を消去することが可能としたメモリ装置及びこのメモリ装置を用 いる記録再生装置を提供することにある。
本発明に係るメモリ装置は、 データをビット単位で 1回だけ書き込み可能な記 録媒体であって、 ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、 記 録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録され る予備領域と有する記録媒体を備え、 予備領域は、 管理データが、 実体データ記 録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録されていく。
予備領域は、 管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分割され、 管理データは、 管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録され、 更新データ は、 管理番号の上位又は下位のうち上記管理データが記録されていな一方から連 続に記録される。
予備領域には、 管理データとして、 当該記録媒体に記録されたファイルを指示 するファイルェントリ、 階屑ディレク トリ構造における最上位ディレク トリを指 示するルートエント リ及び階層ディレク トリ構造におけるサブディレク トリを指 示するサブエントリが、 生成された各ファイル、 ルートディレク トリ及びサブデ ィレク トリに対応して記録され、 ファイルエントリには、 指示しているファイル の名称と、 当該ファイルの親ディレク トリを指示するルートエントリ又はサブェ ントリを特定する情報と、 当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報. とが含められており、 サブェントリには、 指示しているサブディレク トリの名称 と、 当該サブディレク トリの親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブ エントリを特定する情報とが含められている。
本発明に係るファイル管理方式は、 データをビット単位で 1回だけ書き込み可 能な記録媒体に対するファイル管理方法において、 記録媒体上のデータ記録領域 を、 ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、 記録されている フアイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と に分割して管理し、 予備領域に対して、 管理データを、 実体データ記録領域のデ ータ記録方向とは逆方向に記録していく。
本発明に係る記録再生装置は、 データをビット単位で 1回だけ書き込み可能な 記録媒体であって、 ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、 記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録さ れる予備領域と有する記録媒体を備えるメモリ装置に対して、 フアイルの記録及 び/又は再生を行う記録再生部を備える。 記録再生部は、 予備領域に対して、 管 理データを、 実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していく。 本発明の更に他の目的、 本発明によって得られる具体的な利点は、 以下におい て図面を参照して説明される実施の形態の説明から一層明らかにされるであろう。 図面の簡単な説明 図 1は、 本発明が適用されたメモリカード及びこのメモリカードを用いるホス ト機器を示す斜視図である。
図 2は、 メモリカードのメモリセルの構成を示す図である。
図 3は、 メモリカードを表面側から見た斜視図である。
図 4は、 メモリカードを裏面側から見た斜視図である。
図 5は、 メモリカードの端子構造を説明するための図である。
図 6は、 メモリカードの内部回路を示すプロック図である。
図 7は、 メモリカードのィンタフェース構成を説明するための図である。
図 8は、 メモリカードの物理フォーマット上で定義されているセグメントとブ 口ックの関係並びに物理プロック番号と論理ァドレスとの関係を表した図である c 図 9は、 メモリカードの物理フォーマツト上で定義されているブート領域及び ユーザ領域を説明するための図である。
図 1 0は、 メモリカードの物理フォーマッ ト上で定義されているページを説明 するための図である。
図 1 1は、 メモリカードの論理フォーマツト上で定義されている予備プロック 管理番号を説明するための図である。
図 1 2は、 メモリカードの論理フォーマツト上で定義されているェントリぺー ジを説明するための図である。
図 1 3 A乃至図 1 3 Fは、 ェントリページの種別毎フィールドイメージを説明 するための図である。
図 1 4は、 メモリカードに記録されたファイル等のディレク トリ構成例を示す 図である。
図 1 5は、 図 1 4に示すディレク トリ構成でファイルを記録した場合における ェントリページの記録イメージを示す図である。
図 1 6は、 図 1 4に示すディレク トリ構成のファイルから任意のファイルを削 除した後のディレク トリ構成を示す図である。 図 1 7は、 図 1 6に示すファイルを削除した場合におけるェントリページの記 録イメージを示す図である。
図 1 8は、 セッションクローズ処理の処理順序を示すフローチヤ一トである。 図 1 9は、 1回目のセッシヨンクローズ処理時にメモリカード内に記録されて いるファイルのディレク トリ構成を示す図である。
図 2 0は、 1回目のセッションクローズ処理後のェントリページの記録ィメ一 ジを示す図である。
図 2 1は、 1回目のセッションクローズ処理後のデータ記録領域の記録ィメ一 ジを示す図である。
図 2 2は、 2回目のセッショ ンクローズ処理時に上記小型 I Cメモリ内に記録 されているファイルのディレク トリ構成を示す図である。
図 2 3は、 2回目のセッシヨンクローズ処理後のェントリページの記録ィメ一 ジを示す図である。
図 2 4は、 2回目のセッショ ンクローズ処理後のデータ記録領域の記録ィメ一 ジを示す図である。
図 2 5は、 3回目のセッションクローズ処理時に上記小型 I Cメモリ内に記録 されているファイルのディレク トリ構成を示す図である。
図 2 6は、 3回目のセッションクローズ処理後のェントリページの記録ィメ一 ジを示す図である。
図 2 7は、 3回目のセッショ ンクローズ処理後のデータ記録領域の記録ィメ一 ジを示す図である。 発明を実施するための最良の形態 以下、 本発明に係るメモリ装置をカード状の小型 I Cメモリ装置であるメモリ カードに適用した例を挙げ、 更に、 本発明を、 このメモリカードを外部記憶媒体 として用いるデータ処理装置に適用した例を挙げて説明する。
本発明が適用されたメモリカードが外部記憶媒体として用いられるデータ処理 装置としては、 情報携帯端末、 デスク トップ型コンピュータ、 ノート型コンビュ ータ、 携帯電話機、 オーディオ装置、 家電装置等が挙げられる。
なお、 以下の説明で、 本発明が適用されたメモリカードを用いるデータ処理装 置をホス ト機器と称する。
まず、 図 1を参照して、 本発明に係るメモリカード 1及びこのメモリカー ドが 外部記憶媒体と して用いられるホス ト機器 2の概略を説明する。
本発明に係るメモリカード 1は、 データを 1回だけ書き込むことが可能な不揮 発性のメモリ、 即ち、 ライ トワンス型の半尊体メモリ （以下ライ トワンスメモリ という。 ） を、 データ格納媒体と して内蔵している。 メモリカード 1は、 図 1に 示すように、 ホス ト機器 2に設けられている揷脱ロ 3に挿入された状態で使用さ れる。 メモリカード 1の挿脱口 3に対する挿入及び抜き取りは、 ユーザが自在に 行うことができる。 そのため、 あるホス ト機器に挿入されていたメモリカード 1 を抜き出して、 他のホス ト機器に挿入することもできる。 すなわち、 本メモリ力 一ド 1は、 異なるホス ト機器間のデータのやり取りに用いることが可能である。 メモリカード 1の内部に設けられたライ トワンスメモリは、 1 ビッ ト単位でデ ータの書き込みを行うことが可能なダイォード破壌型等のメモリセルを用いた P ROM (Programmable Read Only Memory) である。 このダイオード破壊型のメモ リセルは、 例えば、 図 2に示すように、 互いに逆方向にしてライン—カラム間に 直列接続した P nダイオード D 1、 D 2から構成されている。 ダイオード破壊型 のメモリセルは、 一方の p nダイォードを逆バイアスをかけて破壌することによ り、 ビッ ト保持値が反転される。 なお、 メモリカード 1に適用するライ トワンス メモリは、 ダイオード破壊型に限らず、 いわゆるヒューズ型やフローティングゲ 一ト型等の P ROMを用いてもよい。
メモリカード 1に用いられるライ トワンスメモリでは、 各メモリセルで保持さ れているビッ ト値が、 初期状態において " 1 " (H i g h) となっている。 すな わち、 データを何ら書き込んでいない状態では、 各メモリセルからは、 "1 " が 読み出される。 この初期状態のメモリセルに対して " 0" (L o w) を書き込む と p nダイオードが破壊され、 メモリセルの保持値が "0" に変化する。 メモリ セルの保持値が一且 "0" となると、 以後そのメモリセルに対して " 1 " を書き 込んでも "0" を書き込んでも、 保持値は変化せずに "0" の状態を維持する。 一方、 初期状態のメモリセルに対して " 1 " を書き込んだ場合には、 そのメモリ セルの保持値は " 1 " の状態のままである。 この場合、 ダイオードは破壊されて いないので、 その後、 そのメモリセルに対して " 0 " を書き込むことができる。 上述のような構成を備えた本発明に係るメモリカード 1に対し、 従来提案され 用いられているメモリカードは、 フラッシュメモリ と呼ばれる複数回書き換え可 能な不揮 ¾性の半導体メモリを、 データ格納デバイスと して内蔵している。 本発 明に係るメモリカード 1は、 フラッシュメモリを用いた従来のメモリカードと、 外径形状、 接続端子、 ホス ト機器とのデータ転送インタフェース等において互換 性を有するように形成されている。 本発明に係るメモリカード 1は、 フラッシュ メモリを用いた従来のメモリカードを用いるホス ト機器に装着して用いることが できる。 また、 本発明に係るメモリカード 1を用いることができるホス ト機器 2 は、 フラッシュメモリを用いた従来のメモリカードを外部記憶メディァと して用 いることが可能とされる。 すなわち、 本発明に係るメモリカードは、 従来のフラ ッシュメモリを用いたメモリカードと、 インタフェース上の互換性を有している。 以下、 本発明に係るメモリカードを、 フラッシュメモリ を用いた従来のメモリ カードと適宜対比しながら詳細に説明をしていく。
なお、 以下の説明において、 フラッシュメモリを用いた従来のメモリカードと、 本発明に係るメモリカードとの区別を明確にする場合には、 フラッシュメモリ を 用いた従来のメモリカード及びこれに対応したホス ト機器のことを V e r 1 とい い、 本発明に係るメモリカード及びこれに対応したホス ト機器のことを V e r 2 という場合もある。
本発明に係るメモリカード 1は、 図 3に示すように、 略長方形状の薄板状に形 成され、 長手方向の長さ を 5 O m mと し、 幅 を 2 1 . 4 5 m mと し、 厚さ D iを 2 . 8 m mとして形成されている。 メモリカード 1は、 一方の面を表面 1 a と し、 他方の面を裏面 1 bと している。 メモリカード 1長手方向の一端側の裏面 l b側には、 図 4に示すように、 1 0個の平面電極である接続端子群 4が設けら れている。 接続端子群 4を構成する各電極は、 メモリカード 1の幅方向に並列し て設けられている。 電極と電極との各間には、 裏面 1 bから垂直に立ち上がった 仕切片 5が設けられている。 各仕切片 5は、 各電極に接続される接続端子が他の 電極に接触することを防止するようにしたものである。 メモリカード 1の裏面 1 bの一端部側の中央部には、 図 4に示すように、 誤消去禁止用のスライ ドスイツ チ 6が設けられている。
上述したメ ΐリカード 1が装着されるホスト機器 2には、 メモリカード 1を挿 脱するための揷脱ロ 3が設けられている。 揷脱ロ 3は、 図 1に示すように、 ホス ト機器 2の前面側にメモリカード 1の幅 及び厚さ に対応する開口として形 成されている。 挿脱口 3を介してホスト機器 2に挿入されたメモリカード 1は、 接続端子群 4を構成する各電極にホスト機器 2側の接続端子が接続されることに より、 ホス ト機器 2への保持が図られて脱落が防止される。 なお、 ホス 卜機器 2 側の接続端子は、 装着されるメモリカード 1に設けられる接続端子群 4を構成す る電極に対応して 1 0個の接点を有する。
本発明に係るメモリカード 1は、 接続端子群 4が設けられた一端側を挿入端と し、 図 3中矢印 X 1方向を挿入方向として揷脱ロ 3を介してホスト機器 2に装着 される。 ホスト機器 2に装着されたメモリカード 1は、 接続端子群 4を構成する 各電極とホスト機器 2側の接続端子の各接点とが接続され、 信号の授受が可能な 状態となる。
次に、 本発明に係るメモリカード 1に設けられた接続端子群 4を構成する 1 0 本の各端子の機能を図 5を参照して説明する。
接続端子群 4を構成する第 1の端子 4 aは V S S端子であって、 V S S (基準 0ボルト電圧） が接続される。 V S S端子となる第 1の端子 4 aは、 ホスト機器 2側のグランドとメモリカード 1側のグランドとを接続し、 ホス ト機器 2とメモ リカード 1 との 0ボルト基準電位を一致させる。
第 2の端子 4 bは、 B S端子を構成し、 バスステート信号がホス ト機器 2から メモリカード 1へ入力される。
第 3の端子 4 cは、 V C C端子を構成し、 電源電圧 （V C C ) がホス ト機器 2 からメモリカード 1 供給される。 メモリカード 1の動作可能な電源電圧は 2 . 7 3 . 6ボルトであり、 この範囲の電圧が供給される。
第 4の端子 4 dは、 S D I O端子を構成し、 メモリカード 1とホス ト機器 2と の間に転送されるシリアルデータ信号が入出力される。 第 5の端子 4 eは、 予備の端子で、 特に機能は割り付けられていない。
第 6の端子 4 f は、 I N S端子を構成し、 メモリカー ド 1が揷脱ロ 3に挿入さ れているか否かをホスト機器 2が判断するための挿入/抜き取り検出に用いられ る。
第 7の端子 4 gは、 予備の端子で、 特に機能は割り付けられていない。
笫 8の端子 4 hは、 S C L K端子を構成し、 モリカード 1とホス ト機器 2との 間に転送されるシリ アルデータのク口ック信号が、 ホス ト機器からメモリカード へ入力される。
第 9の端子 4 iは、 V C C端子を構成し、 電源電圧 （V C C ) がホス ト機器か らメモリカードへ供給される。 第 9の端子 4 iは、 第 3の端子 4 cとメモリカー ド 1の内部で接続されている。
第 1 0の端子 4 j は、 V S S端子として用いられ、 ホス ト機器 2側のグランド とメモリカード 1側のグランドとを接続し、 ホスト機器 2とメモリカード 1との 0ボルト基準電位を一致させる。 第 1 0の端子 4 j は、 同じく V S S端子として 用いられる第 1の端子 4 aとメモリカード 1の内部で接続されている。
なお、 本発明に係るメモリカード 1の端子の構成、 このメモリカード 1が装着 されるホス ト機器 2の揷脱ロ 3 ( V e r 2 ) の形状及び接続端子の構成は、 フラ ッシュメモリを用いた従来のメモリカード （V e r 1 ) 構成、 この従来のメモリ カードを用いるホスト機器と同一の構成を備え、 相互に機械的な互換性を有して いる。
次に、 本発明に係るメモリカード 1の内部回路の構成を説明する。
本発明に係るメモリカード 1は、 図 6に示すように、 インタフェース回路 （ I / F ) 1 2と、 レジスタ回路 1 3と、 データバッファ回路 1 4と、 £〇（ 回路 1 5と、 メモリ I / Fシーケンス回路 1 6と、 ライ トワンスメモリ 1 7と、 発振制 御回路 1 8とを備えている。
I / F回路 1 2は、 3線式半 2重シリアルプロ トコルを用いて、 ホスト機器 2 との間でデータの転送を行う回路である。
レジスタ回路 1 3は、 例えば、 ホス ト機器から転送されたコマンド、 メモリ力 ード 1内の内部状態、 アクセスするデータのアドレス、 コマンドを実行する際に 必要な諸処のパラメータ、 ライ トワンスメモリ 1 7内のファイル管理情報等を記 憶する回路である。 レジスタ回路 1 3に記憶されている情報は、 メモリ I / Fシ —ケンス回路 1 6からアクセスされ、 或いは、 ホス ト機器 2から所定のコマンド を与えることによりアクセスされる。
データバッファ回路 1 4は、 ライ トワンスメモリ 1 7へ書き込まれるデータ、 並びに、 ライ トワンスメモリ 1 7から読み出されたデータを、 一時的に保存する メモリ回路である。 データバッファ回路 1 4は、 所定のデータ書き込み単位 （ 5 1 2バイ ト。 後述するページサイズである） 分のデータ容量を有している。
E C C回路 1 5は、 ライ トワンスメモリ 1 7へ書き込まれるデータに対して誤 り訂正コード （E C C ) を付加する。 E C C回路 1 5は、 ライ トワンスメモリ 1 7から読み出したデータに付加されている誤り訂正コードに基づき、 この読み出 したデータに対する誤り訂正処理を行う。 例えば、 誤り訂正コードは、 5 1 2ノ ィ トのデータ単位に対して 3バイ ト分付加される。
メモリ Iノ Fシーケンス回路 1. 6は、 レジスタ回路 1 3内に格納されているコ マンドや各種情報に従い、 データバッファ 1 4とライ トワンスメモリ 1 7との間 のデータのやり取りを制御する。
ライ トワンスメモリ 1 7は、 上述したように、 保持しているデータ内容を 1回 だけ書き換えることが可能な半導体メモリである。
発振制御回路 1 8は、 本メモリカード 1内の動作クロックを発生する。
上述のように構成されたメモリカード 1は、 例えば、 ホス ト機器 2からインタ フェースを介して与えられる各種コマンドに従い、 例えば、 データの書き込み、 データの読み出し、 消去 （ファイルシステム上の消去） 等の動作を行う。
次に、 メモリカード 1 とホス ト機器 2との間のインタフェースを図るシステム 構成を説明する。
図 7に、 本発明に係るメモリカード 1 とホスト機器 2との間のデータ伝送を行 うためのィンタフェースの機能構成図を示す。
ホス ト機器 2は、 ファイルマネージャ 3 1 と、 T P Cインタフェース 3 2と、 シリアルインタフェース 3 3とを備える。 メモリカード 1 は、 シリアルインタフ エース 3 5と、 レジスタ 3 7と、 データバッファ 3 8 と、 メモリ コントローラ 3 9と、 メモリ 4 0とを備える。
ファイルマネージャ 3 1は、 ホス ト機器のオペレーションシステム上で、 メモ リカード 1内に格納されているファイル、 並びに、 ホス ト機器の他のメディアに 格納されているファイルの管理を行う。
T P Cインタフェース 3 2は、 ファイルマネージャ 3 1の下位レイヤとなる。 T P Cインタフェース 3 2は、 本メモリカード 1のィンタフェース特有のコマン ド （T P C : Transfer Protocol Command) により、 メモリカード 1内のレジスタ 3 7及びデータバッファ 3 8ヘアクセスを行う。
シリアルインタフェース 3 3、 3 5は、 T P Cインタフェースの下位レイヤと なり、 本インタフェースシステムの物理階層である。 シリアルインタフェース 3 3、 3 5は、 1ビットシリアルデータ、 クロック信号、 バスステート信号の 3つ の信号を転送する 3線式半 2重シリアルプロ トコルに従い、 データ転送を行う。 レジスタ 3 7は、 ホス トから転送されたコマンド、 メモリカードの内部状態、 メモリのデータアドレス、 コマンドを実行する際に必要な諸処のパラメータ、 メ モリ内のファイル管理情報等を格納する。
データバッファ 3 8は、 メモリ 4 0へ書き込まれるデータ、 並びに、 メモリ 4 0から読み出されたデータを、 一時的に保存するバッファ領域である。
メモリコントローラ 3 9は、 レジスタ回路 1 3内に格納されているコマンド並 ぴに各種情報に従い、 データバッファ 3 8とメモリ 4 0との間のデータのやり取 りを制御し、 データの読み出し、 書き込みを行う。
メモリ 4 0は、 データのメモリ領域であり、 メモリコントローラ 3 9を通して、 独自のモデルとして仮想化されている。
以上のような構成を備えたホスト機器 2及びメモリカード 1は、 ファイルマネ ージャ 3 1に管理されている他のメディアに格納されているデータを、 シリアノレ インタフェースを介してメモリ 4 0に転送することができる。 メモリ 4 0に格納 されているデータを、 シリァルインタフェースを介してファイルマネージャに管 理されている他のメディアに転送することができる。
なお、 本発明に係るメモリカード 1 ( V e r 2 ) のインタフェースの構成並び にデータ転送プロ トコルは、 フラッシュメモリを用いた従来のメモリカード （V e r 1 ) と、 同一となっており、 相互に互換性を有している。
次に、 本発明に係るメモリカード 1のデータ格納領域の物理フォーマッ トにつ いて説明をする。
メモリカード 1が格納できるデータ容量は、 例えば 1 6 Mバイ ト、 3 2Mバイ ト、 6 4Mバイ ト、 1 2 8Mバイ トである。
メモリカード 1では、 プロックと呼ぶデータ単位を定義し、 このプロックを基 本と してデータ格納領域が物理的に ΐ？理されている。 1プロックのデータサイズ は例えば 1 6 Κバイ トである。 従って、 1 6Μバイ トのメモリカードであれば総 ブロック数が 1 0 24個となり、 3 2Μバイ トのメモリカードであれば総プロッ ク数が 2 0 4 8個となり、 6 4 Μバイ トのメモリカードであれば総プロック数が 40 9 6個となり、 1 2 8 Μバイ トのメモリカードであれば総プロック数が 8 1 9 2個となる。 このブロックは、 フラッシュメモリを用いた従来のメモリカード における消去プロックと同一である。
プロックには、 有効ブロックと、 予備ブロックとがある。 有効ブロックは、 フ アイルの実体データ等が記録されるプロックである。 予備プロックは、 後発性の 不良の代替データ、 並びに、 ファイル管理用のデータが記録される領域である。 1つのメモリカード 1内における全予備ブロック数は、 例えば、 1 6Mバイ トの メモリカードであれば 3 1個であり、 3 2Μバイ トのメモリカードであれば 6 3 個であり、 64Μバイ トのメモリカードであれば 1 2 7個であり、 1 2 8Mバイ トのメモリカードであれば 2 5 5個である。
各プロックには、 プロックの格納位置を特定する物理ブロック番号が設定され ている。 この物理プロック番号は、 有効ブロック及び予備ブロックの区別に関わ らず、 0から連続番号で設定されている。
各プロックには、 論理ア ドレスが記録される。 この論理アドレスは、 プロック 内の所定の領域に書き込まれる。 有効ブロックは、 例えば工場出荷時等に予め論 理アドレスが記録されており、 予備ブロックは、 工場出荷時には論理ア ドレスが 記録されていない。 特定の論理ァ ドレスのプロックに後発不良が生じた場合には、 未記録の予備プロックに対して、 不良プロックの論理ア ドレスを書き込んで、 代 替が行われる。 すなわち、 有効ブロックに関しては、 物理ブロック番号とともに 論理アドレスも予め設定された状態とされており、 予備ブロックに関しては、 論 理ァ ドレスが工場出荷後に設定されることとなる。
メモリカード 1では、 5 1 2プロックのまとまりをセグメントと定義している c セグメント番号は、 0から連続番号で設定される。 各セグメント内は、 有効プロ ックと予備プロックとで構成されている。 0セグメントの有効プロックの数は 4 9 5個であり、 予備ブロックの数は 1 5個である。 その他のセグメントの有効ブ ロックの数は 4 9 6個であり、 予備ブロックの数は 1 6個である。 なお、 0セグ メントの有効プロック数及び予備プロック数が少ないのは後述するブートプロッ クがあるからである。
以上説明したセグメントとプロックの関係、 並びに、 物理プロック番号と論理 ア ドレスとの関係を図に表すと、 図 8に示すようになる。
また、 図 9に示すように、 0セグメントの先頭の 2つのプロ ック （物理プロッ ク番号 " 0 " 及び " 1 " のブロック、 このブロックには論理ア ドレスは記録され ない。 ） は、 ブート領域とされている。 ブート領域は、 ホス ト機器が、 本メモリ カード 1をブートした際に、 最初にデータを読み込む領域である。 このブート領 域のプロックには、 そのメモリカードに関する情報や属性等が記録されている。 このブートが記録された領域をブ一ト領域、 それ以外の領域をユーザ領域と呼ぶ 各ブロックは、 図 1 0に示すように、 3 2個のページから構成されている。 ぺ ージは、 5 1 2パイ トのデータ領域と、 エキストラデータエリァとから構成され た単位である。 データ領域には、 データの実体が記録される。 すなわち、 フアイ ルの実体データ、 管理データ等が記録される。
エキス トラデータエリアには、 先頭から、 1バイ ト ( 8 ビッ ト） のオーバライ トフラグ領域と、 1バイ トの管理フラグ領域、 2バイ トの論理アドレス領域と、 5バイ トのフォーマッ トリザ一ブ領域と、 第 1の E C C領域と、 第 2の E C C領 域が、 先頭から順番に形成されている。
オーバライ トフラグ領域には、 先頭から、 1 ビッ ト目にプロックステータス、 2、 3 ビッ ト目にページステータス、 4ビット目に更新ステータス、 5 ビッ ト目 にデータ使用ステータスが記録される。 6〜8ビッ ト目は、 リザーブ領域である。 プロックステータスは、 そのページが含まれているプロックが不良状態である 力 或いは、 そのページが含まれているブロックに記録してあるデータを削除し た状態であるか示す 1 ビッ トの識別フラグである。 ブロックステータスは、 その 値が " 0 " のときにはそのプロックがブロック不良状態又はデータ削除状態であ ることを示し、 その値が " 1" のときにはそのブロックがアクセス可能状態であ ることを示している。 このブロックステータスは、 工場出荷時等の初期状態のと きには " 1 " となっている。 そして、 ブロックステータスは、 ブロックに不良が 生じた場合、 或いは、 プロックに書き込まれたデータをファイル管理システム上 で擬似的に消去する場合に、 その値が書き換えられて "0" とされる。
ページステータスは、 ページ毎の修正不可エラーの発生状態を示す 2 ビッ トの 識別フラグである。 ページステータスは、 その値が "0 0" のときにはページ内 のデータに EC Cにより修正が可能なエラーが発生している状態を示し、 その値 "0 1 " のときにはページ内のデータに EC Cにより修正が不可能なエラーが 発生している状態を示し、 その値が " 1 1 " のときにはページ内のデータにエラ 一が発生していない状態を示している。
更新ステータスは、 そのページが含まれているプロックの更新状態を示す 1 ビ ッ トのフラグである。 更新ステータスは、 その値が "0" のときには、 そのプロ ックにデータを記録済みである状態、 或いは、 そのブロックにデータを更新中で ある状態を示し、 その値が "1 " のときには、 そのブロックにデータを未記録で ある状態を示している。
データ使用ステータスは、 そのページが含まれているプロックに対してデータ が記録されており、 すでにそのプロックが使用されている意味する 1 ビッ トの識 別フラグである。 データ使用ステータスは、 その値が "0" のときには、 そのプ 口ックに対してすでにデータが記録された状態であることを示し、 その値が " 1 " のときには、 そのページに対してまだデータが記録されていない状態であ ることを示す。
管理フラグには、 そのページが含まれているブロックがブートプロックである 力 それ以外のプロックであるかを示すシステムビッ ト、 そのページに対するコ ピー制限ビット、 そのページに対するアクセス制限ビッ ト等が含まれている。 論理ァ ドレスは、 プロックのァ ドレス情報が記録される。 第 1の E C Cは、 1バイ トの管理フラグ、 2バイ トの論理ア ドレス、 5ノくイ ト 分のフォーマツ トリザーブに対するエラー訂正コードである。
第 2の E C Cは、 5 1 2バイ トのページデータに対するエラー訂正コードであ る。
本発明に係るメモリカード 1の物理フォーマツ トは、 以上のよ うな構成を備え ている。
ここで、 メモリカード 1の物理フォーマッ トは、 フラッシュメモリを用いた複 数回書換可能な従来のメモリカードの物理フォーマッ トと比較した場合、 その基 本構成は同一となっているが、 本発明に係るメモリカード 1の物理フォーマッ ト にデータ使用ステータスが定義されている点で異なっている。 即ち、 本メモリ力 ード 1では、 オーバライ トフラグ領域内の 5 ビッ ト目が、 データ使用ステータス となっているが、 フラッシュメモリを用いた複数回書換可能な従来のメモリカー ドでは、 オーバライ トフラグ領域の 5ビッ ト目は、 リザーブとなっている。
本発明に係るメモリカード 1は、 以上のように物理フォーマツ トでデータ使用 ステータスとブロックステータスとを規定していることによって、 そのプロック にデータがまだ記録されていない状態、 そのプロックにデータが記録された状態、 そのプロックに記録されたデータが消去された状態、 の 3状態を区別することが できる。 従って、 ライ トワンス型のメモリカード 1であっても、 ファイル管理シ ステム上、 データの消去状態を擬似的に管理することができる。
メモリカード 1では、 フラッシュメモリを用いた複数回記録可能な従来のメモ リカードのリザーブ領域に、 新たなデータ使用ステータスフラグを定義している ので、 物理フォーマッ ト上データ読み出しの互換性をもつことができる。 すなわ ち、 本メモリカード 1のみで規定されているデータ使用ステータスの内容が、 従 来のメモリカードに対して影響を与えることがない。
ページ内のエキス トラデータエリァに記録される情報には、 プロック毎に固有 の内容を示す情報と、 ページ毎に固有の内容を示す情報とがある。 プロックステ 一タス、 更新ステータス、 データ使用ステータス及び論理アドレスは、 ブロック 毎に固有の内容を示す情報である。 ページステータス及び管理フラグは、 ページ 毎に固有の内容を示す情報である。 すなわち、 ブロックステータス、 更新ステー タス、 データ使用ステータス及び論理ア ドレスは、 同一プロック内の全てのぺー ジに対して同一の情報内容となる。 従って、 これらの情報は、 プロック内の先頭' ページに対してのみ記録するようにしてもよい。
なお、 本発明に係るメモリカード 1は、 物理フォーマッ ト上、 物理プロック番 号と論理アドレスとの対応付けを行うテーブルが記録される領域は設けられてい ない。 そのため、 ホス ト機器は、 メモリカード 1をブートした際に、 全ブロック の先頭ページにアクセスして論理ァドレスを検出し、 物理プロック番号と論理ァ ドレスの対応付けを行うテーブルを作成する。
次に、 本発明に係るメモリカード 1の論理フォーマツ トを説明する。
フラッシュメモリを用いた複数回書込可能な従来のメモリカードは、 論理フォ 一マッ トと して、 M S— D O S互換フォーマッ トを採用している。 M S— D O S 互換フォーマッ トは、 階層ディレク トリ構造で記録媒体内に記録されているデー タファイルを管理するファイルシステムである。 M S— D O S互換フォーマツ ト では、 記録されているデータを管理するにあたり、 記録媒体に対するデータの記 録再生単位 （クラスタ） を定めている。 従来のメモリカードでは、 M S— D O S によって規定されているデータの記録再生単位 （クラスタ） を、 ブロック単位と している。
これに対して、 ライ トワンス型の本発明に係るメモリカード 1は、 M S— D O S互換フォーマッ トとは異なる独自の論理フォーマッ ト （以下、 ライ トワンスフ ォーマッ トと呼ぶ。 ） と、 M S—D O S互換フォーマッ トとの両者で、 フアイノレ 管理を行う。 ライ トヮンスフォーマッ トは、 M S _ D◦ S互換フォーマッ トと同 様に、 階層ディレク トリ構造でファイル管理を行う。
本発明に係るメモリカード 1を用いることを可能と した本発明に係るホス ト機 器 ( V e r 2 ) 2は、 ライ トヮンスフォーマッ トによりメモリカード 1に対して データの記録再生を行う。 これに対して、 従来のメモリカードを用いることを目 的と して構成された従来のホス ト機器 （V e r 1 ) は、 M S— D O S互換フォー マッ トにより、 メモリカード 1に対してデータの記録再生を行う。 本発明に係る メモリカード 1は、 通常の状態では、 当該メモリカード 1に対応したホス ト機器 ( V e r 2 ) によりデータの記録が行われ、 M S—D O S互換フォーマツ トでは データの管理を行わない。 本発明に係るメモリカード 1に対して記録したデータ を、 従来のメモリカードに対応したホス ト機器 （V e r 1 ) により読み出す場合 には、 M S— D O S互換フォーマッ トの管理データを記録するセッシヨ ンクロー ズ処理を行う。 このセッションクローズ処理を行うことにより、 従来機器との読 み出し互換が図られる。
本発明に係るメモリカード 1は、 セッションク口一ズ処理を複数回行うことが できる。 すなわち、 L回セッシヨンクローズ処理をしたのちもライ トワンスフォ 一マッ トでファイルの追記や更新を行うことができ、 更に、 再度セッションクロ ーズ処理を行うことにより、 追記や更新をしたファイルも従来のメモリカードに 対応した機器 （V e r 1 ) で読み出すことができる。
以下、 本メモリカード 1に適用されるライ トワンスフォーマツ ト、 並びに、 セ ッシヨンクローズ処理について以下に説明する。
ライ トワンスフォーマッ トでは、 ファイルの実体データを、 予め論理ア ドレス が割り付けられているプロック、 即ち、 有効プロックに記録する。 ライ トワンス フォーマッ トでは、 ファイルの実体データを、 ブロック単位で記録する。 即ち、 1つのプロック内には、 複数のファイルの実体データが混在しないよ うに記録さ れる。 ライ トワンスフォーマッ トでは、 フアイルの実体データの記録を、 プロッ クの先頭ページから開始する。 ライ トワンスフォーマッ トでは、 1つのファイル の実体データを、 複数のブロックに亘つて記録する場合には、 連続した論理ア ド レスのプロックに対して記録する。 論理アドレスの連続方向は、 順方向、 即ち、 小さい値から大きい値に向かう方向である。 但し、 例えば M S— D O S互換フォ 一マツ トにおけるサブディレク トリエントリ等が途中に記録されており、 1つの ファイルの実体データを、 論理ァドレスが連続した 1つの領域に記録することが できない場合には、 ファイルの実体データを 2分断して記録してもよい。 この場 合にも 2分断されたそれぞれの領域内は、 論理ァドレスが連続しているプロック により形成する。
なお、 M S— D O S互換フォーマッ トの場合、 ファイルの実体データをクラス タ毎のランダム記録が可能であるが、 以上のライ トワンスフォーマツ トの規則に 従い実体データを記録したとしても、 少なく ともクラスタ （ブロック） 単位での 記録が行われる。 従って、 ライ トワンスフォーマッ トに従って記録されたフアイ ルの実体データは、 M S—D O S互換フォーマツ トにも従った記録がされている ことになる。
ライ トヮンスフォーマツ トでは、 論理ァドレスが連続している領域にファイル の実体データが記録されるため、 いわゆる F A T (Fi le Allocation Table) のよ うなクラスタの接続順序を示す情報を管理データと して記録しなくても、 ァクセ スが可能となる。
ライ トヮンスフォーマツ トでは、 ェントリページと呼ぶ管理データを、 論理ァ ドレスが予め割り付けられていないブロック （論理アドレスの値が初期値 （ O x F F F F ) の状態となっているブロック） 、 即ち、 予備ブロックに記録する。 ラ ィ トワンスフォーマツ トでは、 ファイルを 1個生成又は 1個更新、 若しくは、 ル ートディ レク トリ及びサブディ レク トリを 1個生成する毎に、 1つのエント リぺ ージを生成して、 予備プロックに記録する。 エントリページは、 1ページ分の容 量を有している。 従って、 ファイル、 ルートディ レク トリ及びサブディ レク ト リ を生成又は更新する毎に、 予備プロックの 1ページを消費することとなる。
ライ トワンスフォーマッ トでは、 全予備プロックの全ページに対して、 予備ブ 口ック管理番号を設定している。 1プロック内のページ数は 3 2個であるので、 予備プロック管理番号が設定される全ページ数は、 1 6 Mバイ トのメモリカード であれば 9 9 2個、 3 2 Mバイ トのメモリカードであれば 2 0 4 6個、 6 4 M ィ トのメモリカードであれば 4 0 6 4個、 1 2 8 Mバイ トのメモリカードであれ ば 8 1 6 0個となる。
予備プロック管理番号は、 図 1 1に示すように、 全ての予備プロックのうち、 最も下位の物理プロック番号の予備プロック （即ち、 最も物理ブロック番号が大 きい予備ブロック） から、 上位の物理ブロック番号の予備ブロックの方向へ向か い、 順次番号が付けられている。 例えば、 1 2 8 M Bのメモリカード 1であれば、 以下のように予備プロック管理番号が設定されている。 予備プロック管理番号 セグメント番号 物理ブロック番号 ページ番号
0 1 5 8 1 9 1 0
1 1 5 8 1 9 1 1
2 1 5 8 1 9 1 2
3 1 5 8 1 9 1 3
... • · · • · ·
3 1 1 5 8 1 9 1 3 1
32 1 5 8 1 90 0
33 1 5 8 1 90 1
34 1 5 8 1 90 2
... ... • · ·
63 1 5 8 1 90 3 1
64 1 5 8 1 8 9 0
5 1 1 1 5 76 80 3 1
51 2 14 76 79 0
51 3 14 76 7 9 1
• · · • · ·
8 1 5 8 0 494 30
8 1 5 9 0 494 3 1 ライ トワンスフォーマットでは、 1つのファイル等を生成又は更新する度に、 以上のような予備プロック管理番号に従った順序で、 ェントリページを記録して いく。 つまり、 エントリページは、 メモリカード 1内の最も後ろの予備プロック から、 通常の実体データの記録方向とは逆の方向に記録されていく。
このようにライ トワンスフォーマツ トでは、 物理フォーマツ トで規定する後発 性の不良の代替データが記録される予備ブロックにェントリページを記録する。 このため同一の領域に対して代替データ及びェントリページを記録することにな るが、 代替データは、 物理フォーマットで規定されているため物理ブロック番号 に従った順序で記録されていくのに対して、 エント リページは物理プロック番号 とは逆の順序に従って記録されていく。 そのため、 代替データとエントリページ とが同一の物理位置には記録されず、 有効に予備プロックを利用することができ るようになる。
次に、 エント リページについて説明をする。
エントリページは、 ファイルエント リ、 ルートエン ト リ、 サプエン ト リ、 セッ シヨンアンカ、 ディレク トリマーカの 5つの種類に分類される。
ファイルエント リは、 当該メモリカード 1に記録されたファイルを指示する管 理データである。 メモリカード 1に 1つのファイルを記録すると、 そのファイル に対応して予備プロック内にファイルェン ト リがーつ記録される。 ファイルェン トリの中には、 当該フアイルェントリが指示しているファイルの名称、 そのファ ィルの属性、 そのファイルの実体データの記録位置情報、 そのファイルの生成日 付、 親ポインタ及びフラグメントが記述される。 親ポインタは、 そのファイルの 親ディレク トリを指示するェント リであるルートエント リ又はサブェントリが記 録されている予備プロック管理番号である。 フラグメントは、 そのファイルの実 体データが、 連続領域に記録されずに 2分断されて記録されていることを示す情 報である。 このフラグメントには、 後段の記録領域の開始アドレスも示されてい る。
ルートェントリは、 ルートディレク トリを指示する管理データである。 ルート ディレク トリは、 階層ディレク トリ構造における最上位のディレク トリである。 階層ディレク ト リ構造でファイル管理をする場合、 このルートディレク ト リ は、 1つだけ存在することとなり、 その存在は変更されない。 そのため、 ライ トワン ス型のメモリカード 1では、 予備プロック管理番号の先頭ページに、 工場出荷時 等に予めこのルートエント リを 1つ記録しておくことが望ましい。
サブエントリは、 サブディレク トリを指示する管理データである。 サブディレ ク トリは、 階層ディレクトリ構造におけるル トディレク トリ以外のディレク ト リである。 サブディレクトリは、 ルートディレク トリ下に配置してもよいし、 サ ブディレク トリ下に配置してもよい。 メモリカード 1に 1つのサブディ レク ト リ を生成すると、 そのサブディレク トリに対応して予備プロック内にサブェント リ が 1つ記録される。 サブエント リの中には、 当該サブエント リが指示しているサ ブディ レク トリの名称、 そのサブディ レク トリの生成日付、 そのサブディ レク ト リの親ディ レク ト リを特定する情報が記述されている。
セッショ ンアンカは、 セッションクローズ処理を行ったことを示す管理データ である。 セッションアンカは、 2つペアで 1回のセッションクローズ処理を-行つ たことを表すこととなる。 セッションクローズ処理を開始すると、 まず最初にセ ッションアンカが予備プロック内に 1つ記録され、 そのセッションクローズ処理 の最後に、 もう一度セッショ ンアンカが予備プロック内に 1つ記録される。 この セッションアンカには、 メモリカード 1に対してセッションクローズ処理を行つ た回数情報が記述される。 この回数情報は、 上記のペアで同一の値が記録される ため、 ファイルエント リの読み出しを行った際に、 上記のペアを判断することが できる。 このようにセッションクローズ処理の開始時と終了時にセッションアン 力を記録すると、 例えばセッシヨ ンクローズ処理中に電源が O F Fとなりセッシ ョンクローズを失敗した場合、 セッションアンカが 1つしか記録されていないこ ととなり、 セッショ ンクローズが失敗したことを後に認識することができる。 ディ レク ト リマーカは、 セッショ ンクローズ処理をして生成された M S— D〇 S互換フォーマッ トの管理データであるサブディ レク トリエントリの記録位置を 示している。 このディ レク トリマーカは、 セッショ ンクローズ処理をした際に、 1回目のセッショ ンアンカを記録した後、 2回目のセッションアンカを記録する 前に記録される。 すなわち、 ペアとなるセッションアンカの間に挟まれたページ に記録される。 このディ レク トリマーカは、 そのセッションクローズ処理時に新 たに記録される 1つのサブディ レク トリエントリに対して、 1つ記録される。 但 し、 サブディレク トリエントリエントリが複数プロックに亘り記録される場合に は、 1つのサブディレク トリエントリに対して、 そのブロック分のディ レク ト リ マーカが記録される。
次に、 エントリページの構成を、 具体的に説明する。 エントリページは、 図 1 2に示すように、 ページ内の 1 5 2パイ トのデータ領域に記録される。 エント リページ内の記述フィールドは、 名称フィーノレド、 ファイル属性フィー ルド、 種別フィールド、 先頭ブロックポインタフィールド、 データサイズフィー ルド、 生成日付フィールド、 親ボインタフィールド、 フラグメ ントフィールド、 予備フィールドとから構成される。
名称フィールドは、 0〜 1 0バイ ト目に配置されている。 当該エント リページ がファイルエン ト リ又はサブエン ト リである場合、 この名称フィールドには、 当 該ェントリページが指し示すファイルの名称、 又はサブディレクトリの名称が記 述される。 ファイル及ぴサプディレク トリの名称を記述する場合には、 M S — D O Sフォーマツ トで使用可能な文字列で記録される。
なお、 ファイル名が M S— D O S互換フォーマツ トで規定された口ングフアイ ル名である場合には、 この名称フ ールドの先頭 1バイ トに " 0 " が記述され、 続く 2バイ トにファイル名のデータ長が記述され、 予備フィールドにファイル名 称が記述される。 当該ェントリページが、 ルートエント リ又はディレク トリマー 力である場合、 この名称フィールドは空白とされる。
エントリページが、 セッショ ンアンカである場合、 この名称フィールドには、 先頭の 0〜 1バイ ト目に、 当該メモリカード 1に対してセッションクローズ処理 を行った回数を示すペア識別用 I Dが記録される。 ペア識別用 I Dは、 当該メモ リカード 1に対してセッシヨンクローズ処理を行った回数に応じて、 1→ 2→ 3 • · · とインクリメントされていく。 セッションクローズ処理の回数の最大値は 8であり、 ペア識別用 I Dも 8までしか記述されない。 なお、 セッショ ンクロー ズ処理の回数が 8未満の場合であっても、 メモリカード 1自体に追記する容量が なくなった場合には、 ペア識別用 I Dは 2 5 6 ( 0 X F F F F ) とされる。 属性フィールドは、 1 1バイ ト目に配置される。 当該エント リページがフアイ ルエントリである場合、 この属性フィールドには、 当該ファイルエントリが指し 示しているファイルの属性が記述される。 属性フィールドには、 ファイルの属性 が通常ファイルである場合には " 0 " 、 読み出し専用ファイルである場合には " 1 " 、 隠しファイルである場合には " 2 " 、 ボリュームラベルである場合には " 3 " が記述される。 属性フィールドは、 当該エント リページがファイルェン ト リ以外である場合には、 空白とされる。 種別フィールドは、 1 2バイ ト目に配置される。 この種別フィールドには、 当 該エント リページの種別が記述される。 すなわち、 当該エント リページが、 ファ ィルエントリである力、、 ルートエントリである力-、、 サブエントリであるカ セッ ショ ンアンカであるか、 ディ レク トリマーカであるかを区別する情報が記述され る。 種別フィールドには、 ファイルエントリである場合には " 0 " 、 ルートェン ト リである場合には " 1 " 、 サブエント リである場合には " 2 " 、 セッショ ンァ ンカである場合には " 3 " 、 ディ レク ト リアンカである場合には " 4 " が記述さ れる。
先頭ブロックポインタフィールドは、 1 3 ~ 1 4バイ ト目に配置される。 先頭 プロックボインタフィールドには、 当該ェントリページがファイルェントリであ る場合、 ファイルの実体データが格納されている先頭プロックの論理ァ ドレスが 記述される。 当該エントリページがルー トエン ト リである場合、 M S— D O S互 換フォーマッ トのルートディ レク ト リエントリが格納されているプロ ックの論理 ァドレスが記述される。 当該ェントリページがサブェントリ又はセッショ ンアン 力の場合、 空白とされる。 また、 当該ェントリページがディ レク トリマーカであ る場合、 当該ディ レク トリマー力が指し示しているプロックの論理ァドレスが記 述される。
データサイズフィールドは、 1 5〜 1 8バイ ト目に配置される。 このデータサ ィズフィールドには、 当該エントリページがファイルエントリである場合、 当該 ファイルェントリが指し示すファイルの実体データのサイズがバイ トオーダで記 述される。 このデータサイズフィールドには、 当該エント リページがディ レク ト リマー力である場合、 0、 1バイ ト目には、 当該ディレク トリマーカが指し示す プロック内に記録されているエントリのうち、 最初のエントリが記述され、 2、 3バイ ト目には当該プロック内に記述されているェントリのうち、 最後のェント リが記述される。
生成日付フィールドは、 1 9〜 2 2バイ ト目に配置される。 生成ョ時フィール ドには、 エント リページがファイルエントリ、 ルートエント リ又はサブエント リ の場合、 ファイルやディレク トリを生成した日付が記述される。 この生成日付の 記述は、 M S— D O Sフォーマッ トと同一とする。 エントリページがセッショ ン アンカ又はディレク トリマー力の場合には、 この生成日付フィードは空白とされ る。
親ポインタフィールドは、 2 3〜 2 4バイ ト目に配置される。 親ポインタフィ 一ルドは、 当該エント リページがファイルエント リ又はサブエン ト リの場合、 親 ボインタが記述される。 親ボインタは、 親のディレク トリを指し示しているル一 トエントリ又はサブェントリの予備プロック脊理番号である。 当該ェント リぺー ジがルートエントリの場合、 この親ポインタには、 自分自身のエントリの予備ブ 口ック管理番号が記述される。
フラグメントフィールドは、 2 5〜 2 8バイ ト目に配置される。 フラグメント フィールドには、 当該ェントリページがファイルェントリの場合にのみ情報が記 述される。 本ライ トワンスフォーマッ トでは、 ファイルの実体データは、 連続し た論理ァドレスに格納されることが基本となるが、 例外的に 2つの領域に分断さ れてしまう場合がある。 フラグメントフィールドには、 このようなファイルの実 体データが 2つの領域に分断されてしまっている場合に、 その旨を示すフラグが 記述される。 具体的には、 フラグメ ントフィールドには、 ファイルの実体データ が分断されている場合 4バイ トのうち 0、 1バイ ト目に 0 ( 0 x 0 0 0 0 ) が記 述され、 分断されていない場合には 0、 1バイ ト目にこれ以外の値が記述される。 ファイルの実体データが分断されている場合、 2、 3バイ ト目には、 後半部分が 記録されている先頭プロックの論理ァドレスが記述される。
各ェントリページの種別毎のィメージ図を、 図 1 3 A乃至図 1 3 Fに示す。 図 1 3 Aは、 フアイルェントリのィメージ図である。 図 1 3 Bは、 ロングフアイノレ 名の時のファイルェントリのィメージ図である。 図 1 3 ( C ) はルートエント リ のイメージである。 図 1 3 Dは、 サブエントリのイメージ図である。 図 1 3 Eは、 セッションアンカのイメージ図である。 図 1 3 Fは、 ディレク トリアンカのィメ ージ図である。
図 1 4に、 メモリカード 1に記録されたファイルの階層ディ レク トリ構成の一 例を示し、 このような階層ディ レク トリ構成のファイルがメモリカード 1に記録 された場合のエントリページのイメージを図 1 5に示す。 なお、 図 1 5に示す矢 印は、 各ファイルェントリ及びサブェントリに記述されている親ボインタの行き 先を示している。
上述したように、 本発明に係るメモリカード 1に用いられる本ライ トワンスフ ォーマットは、 生成したファイル及びディレク トリに対応して、 ルートエン ト リ、 サブェントリ及びファイルェントリを記録することによって、 ファイルを階層デ ィ レク トリ構造で管理することができる。 すなわち、 ホス ト機器では、 メモリ力 ード 1がブートされた場合、 まず、 予備プロック管理番号が 0のページから順番 に、 全エントリページを読み出していく。 全てのエントリページを読み出して、 各ファイルェントリ及びサブェントリに記述されている親ボインタの値を検出す る。 このように親ポインタを検出すると、 メモリカード 1に記録されているファ ィル及びディレク トリの親子関係を管理することができる。
ファイルェントリには、 ファイル名称及びファイルの格納位置情報が記述され ている。 そのため、 ホスト機器は、 このファイルエントリを参照することによつ て、 ファイルの実体データの読み出しを行うことができる。
本ライ トワンスフォーマットでは、 任意のファイルの消去を行う場合には、 そ のファイルを指し示すファイルェントリが記録されているページのページステー タスを " 0 " として、 そのページを無効にする。 例えば、 図 1 6に示すように "ファイル 6 " を消去する場合、 図 1 7に示すようにそのファイル 6を指し示す "ファイルエント リ 7 " が記録されたページ （予備ブロック管理番号が " 8 " ぺ ージ） のページステータスを " 0 '， とすればよい。 このよ うに本ライ トワンスフ ォーマットでは、 階層ディレク トリ構造でファイルを管理しながら、 ファイルの 消去も行うことができるので、 従来の複数回書換可能なメモリカードに対するァ クセスと同様に、 容易にファイル操作を行うことができる。
なお、 サブディレク トリを消去や移動は、 そのサブディレク トリの子ファイル 及び子サブディレク トリに関する全てのェントリを再生成して、 全てを記録しな おせば、 可能である。 しかしながら、 処理が非常に煩雑になるので、 親子の関係 を途中で変更することは、 行わない方が望ましい。
次に、 セッショ ンクローズ処理について説明をする。
M S— D O S互換フォーマツトには、 実体データ以外のファイル管理データと して、 M B R (Master Boot Record) 、 P B R (Partition Boot Record) 、 F A T (File Allocation Table) 、 ルートディレク トリエント リ、 サブディ レク ト リ エントリがある。
MBRは、 ユーザ領域の先頭に配置される情報で、 各パーティションへのブー ト情報が記述されている。 本発明に係るメモリカード 1の場合、 パーティショ ン は 1つだけと している。 P B Rは、 パーティションの先頭セクタに配置される情 報であり、 各パーティションに関する諸処の情報が記述されている。 FATは、 ユーザ領域で扱われるクラスタ （ブロック） の連結状態が記録されている。 本メ モリカード 1では、 バックアップのために 2つの F AT (FAT 1、 F AT 2 ) を記録している。 ルートディレク トリエントリは、 ルートディ レク トリに配置さ れる各ファイル及びサブディレク トリのエントリが記述される。 サブディ レク ト リエントリは、 サブディレク トリに配置される各ファイル及びサブディ レク トリ のエントリが記述される。 1つのエントリは、 2バイ トで構成され、 その中に、 ファイル名、 属性、 記録日付、 開始クラスタ （ブロック） 番号、 ファイルサイズ (バイ ト単位） が記述される。
MS— DO S互換フォーマッ トでは、 これらの管理データを、 論理ア ドレスが 割り振られたクラスタに記録することが規定されている。 なお、 ここでクラスタ は、 本発明に係るメモリカード 1においては、 ブロックである。 セッションクロ ーズ処理は、 ライ トヮンスフォーマツ トで記録された管理データの内容を参照し て、 上述の MS—DO S互換フォーマッ トの管理データを、 論理アドレスが割り 振られたプロックに追加記録することにより、 従来のメモリカードに対応した機 器との読み出し互換を可能とする処理である。 なお、 MB Rには、 P B Rの論理 アドレスが記述されているが、 P B Rの論理アドレスが変わらない限り、 書き換 える必要はない。 それに対して、 P B R、 FAT、 ルートディ レク トリ、 サプデ ィレク トリエントリは、 ファイルやディレク トリ構造の追記に応じて、 書き換え る必要がある。 従って、 セッションクローズ処理では、 MB Rを除いた、 P B R、 FAT, ルートディレク トリエントリ及びサブディ レク トリエントリの生成、 記 録を行うこととなる。
セッションクローズ処理の工程を、 図 1 8に示すブローチヤートを参照して説 明する。 まず、 ステップ S Iにおいて、 ホス ト機器 2は、 最後に記録したエントリぺー ジに続く予備プロック管理番号に、 第 1のセッションアンカの書き込みを行う。 この際、 ホス ト機器 2は、 第 1のセッションアンカの名称フィールドに、 ペア識 別用 I Dを記述する。 このペア識別用 I Dには、 本メモリカード 1に対してセッ シヨンクローズ処理が行われた回数を示す番号が記述される。 例えば、 一回目の セッションクローズ処理の場合には " 1 " と記述され、 二回目のセッションクロ ーズ処理の場合には " 2" と記述される。
続いて、 ステップ S 2において、 ホス ト機器は、 ライ トワンスフォーマッ トの 管理データに基づき、 現時点におけるファイル管理状態に対応した P B R及び F ATを生成し、 生成した P BR及び FATをメモリカード 1に記録する。
FATには、 プロック （クラスタ） の接続順序が記述されるが、 この接続順序 は、 ライ トワンスフォーマットにおけるファイルェントリ、 ルートエントリ、 サ ブェントリ及びディレク トリマーカを解析することにより生成することができる c これは、 ライ トワンスフォーマットでは、 1つのファイルを構成する実体データ は、 基本的には、 連練した論理アドレスのブロック内に記録されること、 実体デ 一タが 2分割される場合にはファイルエントリのフラグメントにより後段部分の 論理ァドレスが記述されていることが規定されているためである。
ここで、 1回目のセッションクローズ処理時には、 ホス ト機器は、 予め論理ァ ドレスが割り振ってあるプロックである有効ブロックに、 P B R及び FATを記 録する。 P B R及び F ATが記録されるブロックは、 MB R内に記述されている c このプロックは、 例えば論理アドレスが 1、 2のプロックである。 すなわち、 ホ スト機器は、 1回目のセッションクローズ処理時には、 この MB Rに示された論 理ァドレスのプロックに対して、 P B R及び FATを記録する。
一方、 2回目以降のセッションクローズ処理時には、 ホス ト機器は、 予め論理 ァドレスが割り振られてないプロックである予備プロックに、 P BR及び FAT を記録する。 この予備プロックの中でも、 0セグメント内の予備ブロックに P B R及び FATを記録する。 すなわち、 ライ トワンスフォーマッ トの管理データ
(エントリページ） と反対の領域から、 予備領域を消費していくように、 P B R 及び FATを記録する。 ホスト機器 2は、 記録したプロックのプロック使用ステ 一タスを " 0 " とし、 論理アドレスも記録する。 論理ア ドレスの値は、 前回のセ ッションクローズ処理時に記録した元の P B R及び F A Tが記録されたプロック の論理ア ドレスと、 同一の値とする。 次に、 ホス ト機器 2は、 前回のセッショ ン クローズ処理時に記録した元の P B R及び F A Tが記録されたブロックのプロッ クステータスを " 0 " とする。 最後に、 ホス ト機器 2は、 内部に保持している論 理ァドレス—物理プロック番号の変換テーブルを更新する。
続いて、 ステップ S 3において、 ホス ト機器は、 ライ トワンスフォーマッ トの 管理データに基づき、 現時点におけるファイル管理状態に対応したルートディレ ク トリエントリ及びサブディレク トリエントリを生成して、 生成したルートディ レク トリエント リ及びサブディレク トリエント リを記録する。
ここで、 1回目のセッションクローズ処理時には、 ホス ト機器 2は、 予め論理 ァドレスが割り振ってあるプロックである有効プロックに、 ルートディレク トリ エントリ及ぴサブディレク トリエントリを記録する。 ノレ一トディレク トリエント リが記録されるプロックは、 P B R内に記述されている。 従って、 ホス ト機器 2 は、 1回目のセッショ ンクローズ処理時には、 この P B Rに示された論理アドレ スのプロックに対して、 ルートディレク トリエントリを記録する。 ホスト機器 2 は、 サブディレク トリエントリを、 1セグメント以降の有効ブロックに記録する 一方、 2回目以降のセッショ ンクローズ処理時には、 ホス ト機器 2は、 予め論 理ァドレスが割り振られてないプロックである予備プロックに、 ルートディレク トリエントリ及びサブディレク トリエントリを記録する。 ホスト機器 2は、 ルー トディレク トリエントリに関しては、 この予備ブロックの中でも、 0セグメント の予備プロックに記録する。 すなわち、 ライ トワンスフォーマッ トの管理データ (エントリページ） と反対の領域から、 予備領域を消费していくように、 ルート ディレク トリエント リを記録する。 ホスト機器 2は、 サブディレク ト リエン トリ に関しては、 予備ブロックの中でも、 1セグメント以降の予備ブロックに記録す る。 但し、 2回目以降のセッションクローズ処理であっても、 初めて生成したサ プディレク トリに関しては、 即ち、 前回のセッショ ンクローズ処理以降に新規に 生成されたサブディレクトリに関しては、 そのサブディレク トリエントリを、 論 理ァドレスが予め割り振られたプロックである有効プロックに記録する。 この場 合にも、 1セグメント以降の有効ブロックに記録する。 ホス ト機器 2は、 ルート ディ レク トリエント リ又はサブディ レク トリエント リを予備プロックに記録した 場合には、 そのプロックのブロック使用ステータスを " 0 " とするとともに、 論 理ア ドレスを記録する。 記録する論理ア ドレスの値は、 前回のセッショ ンクロー ズ処理時に記録した元のルートディレク トリエント リ又はサブディレク トリエン トリが記録されていたプロックの論理ァドレスと同一の値とする。 ルートディ レ ク トリエントリ又はサブディレク トリエントリを予備プロックに記録した場合に は、 ホス ト機器 2は、 前回のセッションクロ一ズ処理時に記録した元のルートデ ィ レク ト リエント リ又はサブディ レク トリエント リが記録されていたプロックの プロックステータスを " 0 " とする。 最後に、 ホス ト機器 2は、 内部に保持して いる論理ァドレス一物理ブロック番号の変換テーブルを更新する。
続いて、 ステップ S 4において、 ホス ト機器 2は、 サプディ レク ト リエント リ の追加又は更新をした場合には、 その追加又は更新をしたサブディレク トリェン トリに対するディ レク トリマーカを、 ステップ S 1で記録したセッショ ンアンカ に続けて、 予備プロックに対して書き込みを行う。
なお、 M S— D O S互換フォーマッ トでは、 ルートディ レク ト リやサブディ レ ク トリを構成する個々のエント リのデータサイズは、 4バイ ト （ 3 2 ビッ ト） と なっている。 M S—D O S互換フォーマッ トでは、 ルートディ レク ト リ下のファ ィル及びサブディ レク トリの数 （即ちェントリ数） が 5 1 2個までと規定されて いるため、 ルートディレク トリエントリの実体データの容量は、 最大でも 1プロ ック分 （5 1 2バイ ト X 3 2ページ） となる。 すなわち、 ルートディ レク トリエ ントリは、 必ず 1ブロック内に収まることとなる。 それに対して、 サブディ レク トリの支配下のファイル及びサブディ レク トリの数は、 M S— D O S互換フォー マッ ト上では特に規定がない。 従って、 サブディ レク トリエント リの実体データ の容量は、 1ブロックを越える場合がある。 このような場合、 サブディ レク トリ エント リは、 複数ブロックに亘り記録されることとなる。
サブディ レク トリエントリが複数ブロックに亘り記録された場合、 ホスト機器 2は、 ディ レク トリマーカも 1つのサブディレク トリに対して複数個記録する。 具体的には、 サブディレク トリ内のェントリ数が 5 1 2個まで （ 1プロック分） の場合には、 1つのディレク トリマーカで、 サブディレク トリエントリの実体デ ータが記述されるプロックの論理ァドレスを記述する。 サブディレク ト リ内のェ ントリ数が 5 1 2個を越えた分に関しては、 ブロック毎にディレク トリマー力を 作り、 そのプロック内に示されたェントリの範囲を示して識別する。
サブディレク トリが更新された場合には、 前回以前のセッションクローズ処理 時に記録したディレク トリマーカが存在する。 この場合には、 前回以前のセッシ ョンクローズ処理時に記録したディレク 卜リマーカが含まれるページのページス テータスを " 0 " として、 消去する。
続いて、 ステップ S 5において、 ホスト機器 2は、 ステップ S 4でディレク ト リマー力を記録した場合にはそのディレク トリマー力に続けて、 ステップ S 4で ディレク トリマー力を記録しなかった場合にはステップ S 1で記録した第 1 のセ ッシヨ ンアンカに続けて、 第 2のセッショ ンアンカを記録する。 この際に、 ホス ト機器は、 第 1のセッションアンカに記録したペア識別用 I Dと同一のペア識別 用 I Dを、 第 2のセッショ ンアンカに記述する。
ホス ト機器は、 以上のようにセッショ ンクローズ処理を行うことによって、 ラ イトヮンスフォーマットで管理されたいたメモリカード 1を M S - D O S互換フ ォーマツ トに変換することができる。
次に、 本発明に係るメモリカード 1に記録されたファイルの階層ディレク トリ 構成の一例を示すとともに、 このような階層ディレク トリ構成のファイルがメモ リカード 1に記録された場合のェントリページの記録ィメージ並びにデータ記録 領域の記録イメージを示して、 セッションクローズ処理の具体的な処理例につい て説明をする。
本発明に係るメモリカード 1は、 1回目のセッショ ンクローズ処理が工場出荷 時に行われ、 ユーザに提供される。 例えば、 1回目のセッショ ンクローズ前 （ェ 場出荷前） に、 図 1 9に示すように、 ルートディレク トリと "MEMSTICK. ind" フ アイルがメモリカード 1に記録される。 このようなファイル等を記録した後に、 1回目のセッショ ンクローズ処理をしたとする。 なお、 "MEMSTICK. ind" フアイ ルは、 本デバイスがライ トワンス型のメモリカードであることを示す情報が記述 されたファイルであり、 ルートディレク トリ下に生成されている。 メモリカード 1は、 この記録状態で、 1回目のセッションクローズ処理が行われる。
1回目のセッションクローズ処理をした後の、 ライ トヮンスフォーマッ トの管 理データの記録ィメージを図 2 0に示す。 1回目のセッションクローズ処理をす る前には、 メモリカード 1には、 予備ブロック管理番号 0〜 1のページ領域に、 ノレー トエントリ と、 ファイル MEMSTICK. indを指し示すファイルエント リ （MEM) と が記録されている。 セッションクローズ処理がされた後に、 メモリカード 1には、 予備ブロック管理番号 2〜 3のページ領域に、 2つのセッショ ンアンカ （ペア識 別用 I Dが "1 " となっている） が記録される。
1回目のセッションクローズ処理を行った後の、 M S— D O S互換フォーマッ トの管理データ及び実体データの記録イメージを図 2 1に示す。 この図 2 1 に示 すように、 物理アドレスが "0" 〜 " 1 " のブロックにはブートが記録される。 論理アドレスが "0" のブロック （物理プロック番号 2) には MB Rが記録され、 論理ア ドレスが " 1 " 〜 " 2" のブロック （物理ブロック番号 3〜 4 ) には P B R及び FATが記録され、 論理アドレスが "3 " のブロック （物理ブロック番号 5 ) にはルートディレク トリエントリが記録され、 論理ァドレスが " 4 " のプロ ックには "MEMSTICK. ind" の実体データが記録されている。
次に、 上記のような 1回目のセッシヨンクローズ処理をした後のメモリカード 1に対して、 例えば、 図 2 2に示すようなファイルを追記したとする。 すなわち、 ノレートディレク トリ下に、 第 1のファイル (Filel) と、 第 2のフアイノレ （File 2) と、 第 1のサブディ レク トリ （Subl) とを追記する。 更に、 第 1のサブディ レ ク トリ （Subl) の下に第 3のファイル （File3) を追記したとする。 その後に 2回 目のセッションクローズ処理をしたとする。
図 2 3に、 2回目のセッショ ンクローズ処理をした後のライ トヮンスフォーマ ッ トの管理データの記録イメージを示す。 また、 図 2 4に、 2回目のセッショ ン クローズ処理をした後の MS— DO S互換フォーマッ トの管理データ及び実体デ ータの記録イメージを示す。
1回目のセッションクローズ処理をした後、 2回目のセッシヨンクローズ処理 をする前には、 メモリカード 1の予備プロック管理番号 4〜 7のページ領域に、 第 1のファイル (Filel) を指し示すファイルエントリ (1) と、 第 2のファイル (File2) を指し示すファイルエントリ （2) と、 第 1のサブディ レク ト リ （Sub 1) を指し示すサブエント リ （1) と、 第 2のファイル （File3) を指し示すフアイ ルエント リ （3) とが記録される。 また、 第 1のファイル （Filel) 、 第 2のファ ィル （File2) 、 第 3のファイル （File3) の各実体データは、 0セグメントのデ 一タ記録領域にそれぞれ記録される。
以上の状態から 2回目のセッショ ンクローズ処理が行われると、 予備プロック 管理番号 8〜 1 0のページ領域に、 第 1のセッショ ンアンカ （ペア識別用 I Dが
" 2" となっている） と、 第 1のサブディ レク ト リ (Subl) の実体であるサブデ ィレク トリエントリが格納されているブロックを示すディ レク トリマーク (1) と. 第 2のセッショ ンアンカ （ペア識別用 I Dが " 2" となっている） とが記録され る。
更新された P B R、 F AT及びルートディ レク トリが、 0セグメント内の先頭 の予備プロック （物理プロック番号 4 9 4〜4 9 6 ) に記録される。 この際、 P B R、 FAT及びルートディレク トリが記録された各プロックには、 更新前の元 の P BR、 FAT及びルートディ レク ト リが記録されていたプロックの論理ァ ド レスと同一の論理ア ドレスが記録される。 具体的には、 物理プロック番号 4 9 4 〜4 9 6のブロックに、 論理ア ドレス 1〜 3が記録される。 2回目のセッション クローズ処理を行うことによって、 第 1のサブディ レク トリ （Subl) のサブディ レク トリエント リ （1) が新規に作成され、 1セグメントのデータ記録領域 （物理 プロック番号 5 1 2、 論理ァドレス 4 9 2のプロック） に記録される。 続いて、 1回目のセッションクローズ処理時に記録された P B R、 FAT, ルートディ レ ク トリエントリが消去される。 すなわち、 物理ブロック番号 3、 4、 5のプロッ クのプロックステータスが "0" とされる。
次に、 上述のような 2回目のセッショ ンクローズ処理をした後のメモリカード 1に対して、 例えば、 図 2 5に示すようなファイル等を追記したとする。 すなわ ち、 ル一トディ レク トリ下に第 4のファイル （File4) を追記し、 第 1のサブディ レク トリ （Subl) 下に第 2のサブディレク トリ （Sub2) を追記し、 第 2のサブデ ィ レク トリ （Sub2) 下に第 5のファイル （File5) を追記し、 第 1のサブディ レク ト リ （Subl) 下に第 6のファイル （File6) を追記したとする。 そして、 その後に、 3回目のセッショ ンクローズ処理をしたとする。
図 2 6に、 3回目のセッションクローズ処理をした後のライ トワンスフォーマ ッ トの管理データの記録イメージを示す。 また、 図 2 7に、 3回目のセッショ ン クローズ処理をした後の MS— DO S互換フォーマツ トの管理データ及び実体デ ータの記録イメージを示す。
2回目のセッショ ンクローズ処理をした後、 3回目のセッショ ンクローズ処理 をする前には、 メモリカード 1の予備プロック管理番号 1 1〜 1 4のページ領域 に、 第 4のファイル (File4) を指し示すファイルェント リ (4) と、 第 2のサブ ディ レク トリ （Sub2) を指し示すサブエントリ （2) と、 第 5のフアイノレ （File 5) を指し示すファイルエント リ （5) と、 第 6のファイル （File(3) を指し示すフ アイルエン ト リ （6) とが記録される。 また、 第 4のファイル （Filel) 〜第 5の ファイル （File5) の各実体データは、 0セグメントのデータ記録領域に記録され る。 第 6のファイル （File6) の実体データは、 0セグメントのデータ領域と 1セ グメントのデータ領域とに 2分割されて記録されている。 この第 6のファイルの 実体データは、 第 1のサブディ レク トリエント リ （1) が途中に入り、 2分断され ている領域の論理ア ドレスが連続していない。 このような場合、 ファイルェン ト リ (6) には、 フラグメントとが記録される。
以上の状態から 3回目のセッショ ンクローズ処理が行われると、 予備プロック 管理番号 1 5〜 1 7のページ領域に、 第 1のセッショ ンアンカ （ペア識別用 I D "3" となっている） と、 第 1のサブディレク トリ （Sub2) の実体であるサブ ディレク トリエントリが格納されているプロックを示すディレク トリマーク (2) と、 第 2のセッションアンカ （ペア識別用 I Dが " 3" となっている） とが記録 される。
更新された P B R、 FAT及びルートディレク トリが、 0セグメント内の予備 プロック （物理ブロック番号 49 7〜4 9 9) に記録される。 この際、 P B R、 FAT及びルートディレク トリが記録された各プロックには、 更新前の元の P B R、 FAT及びルートディレク トリが記録されていたプロックの論理ァドレスと 同一の論理ア ドレスが記録される。 具体的には、 物理プロック番号 4 9 7〜 4 9 9のブロックに、 論理ア ドレス 1〜 3が記録される。 更新された第 1のサブディ レク トリ （Sub l) のサブディレク トリエントリ （1) が、 1セグメント内の先頭の 予備ブロック （物理ブロック番号 1 0 0 6 ) に記録される。 この際、 サブディレ ク トリエントリ （1 ) が記録されたブロックには、 更新前の元のサブディレク トリ エントリ （1) が記録されていたブロックの論理ア ドレスと同一の論理ア ドレスが 記録される。 具体的には、 物理プロック番号 1 0 0 4のブロックに、 論理アドレ ス 4 9 4が記録される。
3回目のセッショ ンクローズ処理を行うことによって、 第 2のサブディレク ト リ （Subl) のサブディ レク トリエント リ （1) が新規に作成され、 1セグメ ン トの データ記録領域の空きブロックの先頭 （例えば物理ブロック番号 6 1 3、 論理ァ ドレス 5 9 3のプロック） に記録される。 続いて、 2回目のセッショ ンクローズ 処理時に記録された P B R、 F A T、 ルートディレク トリエン ト リ、 並びに、 第 1のサブディレク トリのサブディレク トリエントリ ( 1) が消去される。 すなわち、 物理ブロック番号 4 9 4、 4 9 5、 4 9 6のブロック並びに物理ブロック番号 5 1 0のプロックの、 ブロックステータス力 S " 0 " とされる。
なお、 本発明は、 図面を参照して説明した上述の実施の形態に限定されるもの ではなく、 添付の請求の範囲及びその趣旨を逸脱することなく、 様々な変更、 置 換又はその同等のものを行うことができることは当業者にとって自明である。 産業上の利用可能性 本発明に係るメモリ装置及びこのメモリ装置を用いる記録再生装置では、 デー タをビット単位で 1回だけ書き込み可能な記録媒体の予備領域に対して、 管理デ ータを、 実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していく。 これ により、 本発明では、 データをビット単位 1回だけ書き込み可能な記録媒体に対 して、 書き換え可能な記録媒体を用いたメモリ装置との互換性がある物理構成並 びにファイル管理システムを適用することができるとともに、 ファイル管理シス テム上で擬似的にファイル等を消去することができる。

Claims

請求の範囲
1 . データをビッ ト単位で 1回だけ書き込み可能な記録媒体であって、 ファイル の実体データが記録される実体データ記録領域と、 記録されているファイルの管 理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒 体を備え、
上記予備領域は、 上記管理データが、 上記実体データ記録領域のデータ記録方 向とは逆方向に記録されていくことを特徴とするメモリ装置。
2 . 上記予備領域は、 管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分 割され、
上記管理データは、 管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録され、 上記更新データは、 管理番号の上位又は下位のうち上記管理データが記録され ていな一方から連続に記録される
ことを特徴とする請求の範囲第 1項記載のメモリ装置。
3 . 上記予備領域には、 上記管理データとして、 当該記録媒体に記録されたファ ィルを指示するファイルェントリ、 階層ディレク トリ構造における最上位ディレ ク トリを指示するルートエントリ、 及び、 階層ディレク トリ構造におけるサブデ ィ レク トリを指示するサブェントリが、 生成された各ファイル、 ルートディレク トリ及びサブディレク トリに対応して記録され、
上記ファイルエントリには、 指示しているフアイルの名称と、 当該ファイルの 親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定する情報と、 当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められており、 上記サプエントリには、 指示しているサブディレク トリの名称と、 当該サブデ ィレク トリの親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定 する情報とが含められている
ことを特徴とする請求の範囲第 2項記載のメモリ装置。
4 . 上記予備領域には、 上記更新データとして、 M S— D O Sフォーマッ トにお ける P B R、 ファイルァロケーションテープル、 ルートディ レク トリエントリ及 びサブディレク トリエントリが記録されることを特徴とする請求の範囲第 3項記 載のメモリ装置。
5 . データをビット単位で 1回だけ書き込み可能な記録媒体に対するファイル管 理方法において、
上記記録媒体上のデータ記録領域を、 ファイルの実体データが記録される実体 データ記録領域と、 記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの 更新データが記録される予備領域とに分割して管理し、
上記予備領域に対して、 上記管理データを、 上記実体データ記録領域のデータ 記録方向とは逆方向に記録していく
ことを特徴とするファイル管理方法。
6 . 上記予備領域を、 管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分 割し、
上記管理データを、 予備領域の管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録 し、
上記更新データを、 予備領域の管理番号の上位又は下位のうち上記管理データ が記録されていな一方から連続に記録する
ことを特徴とする請求の範囲第 5項記載のファイル管理方法。
7 . 上記予備領域に、 上記管理データとして、 当該記録媒体に記録されたフアイ ルを指示するファイルェントリ、 階層ディレク トリ構造における最上位ディレク トリを指示するルートェントリ及び階層ディレク トリ構造におけるサブディレク トリを指示するサブェントリを、 生成された各ファイル、 ルートディレク トリ及 ぴサブディレク トリに対応して記録し、
上記ファイルエントリには、 指示しているファイルの名称と、 当該ファイルの 親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定する情報と、 当該フアイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められており、 上記サブエントリには、 指示しているサブディレク トリの名称と、 当該サブデ ィレク トリの親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定 する情報とが含められている
ことを特徴とする請求の範囲第 6項記載のファイル管理方法。
8 . 上記予備領域に、 上記更新データとして、 M S— D O Sフォーマッ トにおけ る P B R、 ファイルァロケ一ションテーブル、 ルートディ レク ト リエント リ及び サブディレク ト リエント リを記録することを特徴とする請求の範囲第 7項記載の ファイル管理方法。
9 . データをビッ ト単位で 1回だけ書き込み可能な記録媒体であって、 ファイル の実体データが記録される実体データ記録領域と、 記録されているファイルの管 理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒 体を備えるメモリ装置に対して、 ファイルの記録及びノ又は再生を行う記録再生 部を有し、
上記記録再生部は、
上記予備領域に対して、 上記管理データを、 上記実体データ記録領域のデータ 記録方向とは逆方向に記録していく
ことを特徴とする記録再生装置。
1 0 . 上記予備領域は、 管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに 分割されており、
上記記録再生部は、
上記管理データを、 予備領域の管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録 し、
上記更新データを、 予備領域の管理番号の上位又は下位のうち上記管理データ が記録されていな一方から連続に記録する
ことを特徴とする請求の範囲第 9項記載の記録再生装置。
1 1 . 上記記録再生部は、
上記予備領域に対して、 上記管理データとして、 当該記録媒体に記録されたフ アイルを指示するファイルェントリ、 階層ディレクトリ構造における最上位ディ レク トリを指示するルートェントリ及び階層ディレク トリ構造におけるサブディ レク トリを指示するサブェントリを、 生成された各ファイル、 ルートディレク ト リ及びサブディレク トリに対応して記録し、
上記ファイルエント リには、 指示しているファイルの名称と、 当該ファイルの 親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定する情報と、 当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められており、 上記サブエント リ には、 指示しているサブディレク トリの名称と、 当該サブデ ィレク トリの親ディレク トリを指示するルートェントリ又はサブェントリを特定 する情報とが含められている
ことを特徴とする請求の範囲第 1 0項記載の記録再生装置。
1 2 . 上記記録再生部は、 上記予備領域に対して、 上記更新データとして、 M S 一 D O Sフォーマッ トにおける P B R、 ファイルアロケーショ ンテープル、 ノレ一 トディレク トリエント リ及びサブディレク トリエント リを記録することを特徴と する請求の範囲第 1 1項記載の記録再生装置。
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