JP4245959B2 - Memory management method for IC card and IC card - Google Patents

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Description

【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法、及びＩＣカードに関し（ＩＣ：Integrated Circuit）、詳しくは、不揮発性メモリを内蔵するＩＣカードにおいてＩＳＯ規格（ＩＳＯ：International Organization for Standardization）のファイル構造及びコマンドを保ちつつ、複数ファイルにより共有されたデータ領域に書き込みを行うためのＩＣカードにおけるメモリ管理方法、及びその実施に直接使用するＩＣカードに係わる。
【０００２】
【従来の技術】
ＩＣカードは、主にＥＥＰＲＯＭ（Electronically Erasable and Programmable Read Only Memory ）やフラッシュメモリなどの不揮発性メモリが搭載され、この不揮発性メモリの書き換え単位（以下、ブロックという）は数十バイト以上であり、その書き換えに要する処理時間は数十ミリ秒程度である。
【０００３】
また、ＩＣカードは、複数のファイルを保持可能なファイル構造が国際規格であるＩＳＯ／ＩＥＣ 7816-4 （ＩＳＯ：International Organization for Standardization／ＩＥＣ：International Electrotechnical Commission ）で規定されており、従来、このデータファイルに含まれるデータや管理するための情報は、前記ブロックの境界とは関係なく配置されていた。
【０００４】
【非特許文献】
ISO/IEC 7816-4:1995, “Identification cards - Integrated circuit(s) cards with contacts - Part 4: Interindustry commands for interchange”
【０００５】
さらに、ＩＣカードは搭載可能なメモリの制限や、互換性の観点から、同国際規格で規定されている命令は、多くの場合、少数のファイル、あるいは、少数の管理情報のみを対象に処理を行っていた。
【０００６】
このような性質を持つＩＣカードを用いたアプリケーションでは、データの性質やセキュリティの観点から、保持すべきデータを複数のファイルに分けてＩＣカードに保持させ、ＩＣカードを利用する際には、複数の命令を実行することで、複数のファイルの読み出し、書き出し又は追記や照合を行って、アプリケーションに必要なデータの読み出し、書き換え又は追記や、認証・照合処理を可能としていた。
【０００７】
ＩＣカードの利用の形態として、交通機関の切符や、コンサートなどのチケット、コンビニエンスストアなどで買い物の決済に使用されることが多くなっている。その際、ＩＣカード利用者を待たせないためには、できる限り短時間でＩＣカードのメモリの読み書きの処理を行って迅速にこの処理を終了することが望まれる。
【０００８】
そこで、従来、データを書き込んだ部分を極力書き換えないようにしたり、複数のブロックに分散しないようなファイル管理方法を用いたり、複数のファイルの書き換えをまとめて行う特殊な命令を用いたり、素子の特性を調整することによりデータの消去時間を短縮するなどして、処理時間を短くする方法があった。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】
しかしながら、従来のＩＣカードにおいてメモリの読み書きの処理を行うには、複数の命令を実行し、複数ファイルの操作が必要であるために、分散配置されたブロックを複数書き換えることとなり、長い処理時間が必要であった。
【００１０】
また、特に非接触ＩＣカードにおいては、書き込み途中に電力供給を絶たれる場合が想定され、このようなときに、安全にＩＣカード内のデータを書き込み前の状態に復帰させる処理（以下、書き込み保証という）が必要であるが、この書き込み保証の機能を実現するためには、データの二重化等、さらに多くの書き換え処理が必要となり、処理時間増加の要因の一つとなっていた。
【００１１】
さらに、命令やファイル構造の特殊化は、従来のＩＣカードや他のＩＣカードとの互換性がなくなり、また、特別なハードウェアを必要とするものであるために、システムの導入や維持に必要なコストが高額になるという欠点があった。
【００１２】
ここにおいて、本発明が解決すべき主要な目的は、次のとおりである。
【００１３】
即ち、本発明の第１の目的は、国際規格や業界標準と互換性のある命令を使用しながらも、ＩＣカードの書き込み及び読み込みに必要な処理時間を短縮して高速化された処理を可能とするＩＣカードにおけるメモリ管理方法、及びＩＣカードを提供せんとするものである。
【００１４】
本発明の第２の目的は、非接触ＩＣカードにおいて、処理時間の増加を最小限に抑えたまま、ファイルの書き込み保証を実現したＩＣカードにおけるメモリ管理方法、及びＩＣカードを提供せんとするものである。
【００１５】
本発明の第３の目的は、既に利用者に配布された従来のＩＣカードにおいて、ＩＣカード上の不揮発性メモリにプログラムを追加するだけで、ＩＣカードの処理時間を高速化することが可能なＩＣカードにおけるメモリ管理方法及びＩＣカードを提供せんとするものである。
【００１６】
本発明の他の目的は、明細書、図面、特に特許請求の範囲の各請求項の記載から、自ずと明らかとなろう。
【００１７】
【課題を解決するための手段】
まず、本発明方法においては、課題の解決にあたり、ファイル識別子と、レコード番号と、を引数とした読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信し、データファイルが保持する当該レコード番号により識別された１以上のレコードと、同一のレコード長を持つ共有データファイルの共有レコードを参照して、参照された当該レコードに記録されたデータに対して、当該実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記の実行可能に当該データファイルの管理を行う、という特徴的構成手法を講じる。
【００１８】
一方、本発明装置においては、課題の解決にあたり、複数同一の長さで配置されそれぞれレコード番号により識別可能なレコードを有して、それぞれ識別可能なファイル識別子が付与されたデータファイルを格納保持するメモリと、当該データファイル内の前記レコードと同一のレコード長を有する前記他のデータファイルである共有データファイル内の前記共有レコードを当該データファイルの実データとして参照するファイル参照手段と、前記ファイル識別子と前記レコード番号とから特定されるデータ領域に対して読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信して、当該実行命令に従い対応する読み出し、書き換え又は追記の前記実行命令を行う実行命令処理手段と、を具備させる、という特徴的構成手段を講じる。
【００１９】
さらに、具体的詳細に述べると、当該課題の解決では、本発明が次に列挙する上位概念から下位概念に亙る新規な特徴的構成手法及び手段を採用することにより、前記目的を達成するよう為される。
【００２０】
即ち、本発明方法の第１の特徴は、複数バイトを書き換え単位とする不揮発性を有したメモリを内蔵するＩＣカードに適用されて、それぞれ識別可能なファイル識別子が付与されたデータファイルが保持しかつ、前記メモリに複数同一の長さで配置されそれぞれレコード番号により識別可能なレコードを参照する場合に、前記データファイルの保持する前記レコードから共有データファイルが備える共有レコードを参照するメモリ管理方法であって、前記ＩＣカードにおいて、前記ファイル識別子と、前記レコード番号と、を引数とした読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信し、前記データファイルが保持する前記レコード番号により識別された１以上の前記レコードと、同一のレコード長を持つ前記共有データファイルの共有レコードを参照して、参照された当該共有レコードに記録されたデータに対して、前記実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記の実行を可能に当該データファイルの管理を行ってなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２１】
本発明方法の第２の特徴は、上記本発明方法の第１の特徴における前記共有データファイルの共有レコードの参照を、前記データファイルにおいて、保持する前記レコード毎に、前記共有レコードを参照先として設定されたレコード共有状態を示すレコード識別子を随時更新可能に格納する参照管理情報を保持しておき、当該レコード識別子から、当該レコードが当該共有レコードを参照先とするレコード共有状態に設定された場合に、当該レコードのデータとして、該当する当該共有レコードを参照してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２２】
本発明方法の第３の特徴は、上記本発明方法の第２の特徴における前記読み出し、書き換え又は追記の実行を、前記参照管理情報中に、合わせて前記レコードの当該参照先として設定された前記共有データファイルの前記ファイル識別子と、当該参照先の前記共有レコードの前記レコード番号とを格納しておき、前記共有レコード状態を示した前記レコードの当該参照管理情報が読み出されたときに、当該ファイル識別子と、当該レコード番号から特定される当該共有データファイルの当該共有レコードに対して前記実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記を実行してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２３】
本発明方法の第４の特徴は、上記本発明方法の第２又は第３の特徴における前記読み出し、書き換え又は追記の実行を、前記参照管理情報中に、合わせて前記レコードへのアクセス権を管理するアクセス権情報を保持しておき、前記共有レコード状態を示した前記レコードの当該参照管理情報が読み出されたときに、先に受信した前記実行命令に対して、前記アクセス権情報を基に、当該レコードへのアクセス権を確認して、当該アクセス権を満たす場合にのみ、当該レコードに対する当該実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記を実行してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２４】
本発明方法の第５の特徴は、上記本発明方法の第１、第２、第３又は第４の特徴における前記レコードの参照を、予め、前記複数のデータファイルを、前記ＩＣカード内において唯一のディレクトリ識別子が付与されたディレクトリに属するツリー構造として格納しておくとともに、前記実行命令の対象として選択指定された当該データファイルの属する当該ディレクトリの当該ディレクトリ識別子を、チャネル番号により識別可能なチャネル管理情報として随時更新可能に保持しておき、前記チャネル番号と前記ファイル識別子と前記レコード番号を受信したときに、当該チャネル番号により特定される当該チャネル管理情報から、前記ディレクトリ識別子を読み出し、当該ディレクトリ識別子から特定される前記ディレクトリに属する前記データファイルを、前記ファイル識別子から特定し、当該データファイルから、前記レコード番号により特定される前記レコードを参照してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２５】
本発明方法の第６の特徴は、上記本発明方法の第５の特徴における前記読み出し、書き換え又は追記の実行を、前記チャネル管理情報中に、合わせて受信した前記実行命令の実行可否を管理するセキュリティステータス情報を当該チャネル管理情報が更新されるまで保持可能に格納しておき、当該チャネル管理情報が読み出されたときに、前記実行命令の対象となる前記レコードの前記アクセス権情報と前記セキュリティステータス情報とから、当該レコードへのアクセス権を確認して、当該アクセス権を満たす場合にのみ、前記実行命令を実行してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成作用にある。
【００２６】
本発明方法の第７の特徴は、上記本発明方法の第１、第２、第３、第４、第５又は第６の特徴における前記データファイルの管理を、ブロック群番号で識別可能な２以上のブロック群からなる当該データファイルに、当該ブロック群番号を新規に更新された当該ブロック群から順次昇順に付番して、最新の前記ブロック群番号と当該ブロック群番号により特定されるブロック群数とブロック群長とを前記データファイル毎のデータファイル管理情報として保持して、前記実行命令を受信したときには、当該実行命令対象となる前記データファイルの前記データファイル管理情報を読み出して、当該実行命令が前記読み出し命令であったときには、
（最新のブロック群番号−１）×ブロック群長
により求められる最新のブロック群の格納位置を算出し、当該格納位置に記録された前記最新のブロック群の読み出しを実行する一方、当該実行命令が前記書き換え命令であったときには、
{（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝×ブロック群長
により求められる最旧のブロック群の格納位置を算出し、当該格納位置に記録された当該最旧のブロック群の書き換えを実行するとともに、前記データファイル管理情報の前記最新ブロック群番号を、
｛（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝＋１
により算出された値に更新してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２７】
本発明方法の第８の特徴は、上記本発明方法の第７の特徴における前記データファイルの管理を、世代番号を有する前記データファイル管理情報を前記データファイル毎に二つ保持して、同一の前記データファイルに基づく当該二つのデータファイル管理情報がそれぞれ有する世代番号の初期値として異なる値を設定しておき、一方、当該データファイル管理情報を読み出すときには、前記世代番号が大きい当該データファイル管理情報を読み出して、他方、当該データファイル管理情報を更新するときには、前記世代番号が小さい当該データファイル管理情報を当該更新の対象として検出して、前記世代番号が大きい前記データファイル管理情報の有する当該世代番号より大きい値を更新後の当該世代番号として設定してなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２８】
本発明方法の第９の特徴は、上記本発明方法の第７又は第８の特徴における前記データファイルの管理を、当該データファイルについて、当該データファイルの作成のときに固定的に先頭の前記レコードから昇順に付番された順編成レコード構造を持つ一般データファイルと、新規に更新された前記レコード番号から昇順に付番され前記レコード長がファイル毎に一定である循環レコード構造を持つ循環データファイルと、で当該データファイルを分別管理して、一つの当該循環データファイル及び所要の前記一般データファイルの前記参照先として設定された前記共有レコードを保持する前記共有データファイルを参照するにあたり、当該共有データファイルは、当該一般データファイルのレコード共有状態に設定された複数レコードと、前記循環データファイルのレコード共有状態に設定された一つのレコードと、を特定の順番で並べた前記共有レコードを有する前記ブロック群を当該循環データファイルの前記総レコード数分保持しておき、前記チャネル番号と追記データと前記レコード番号と前記共有データファイルの前記ファイル識別子とともに前記追記の実行命令を受信したときには、当該レコード番号に基づく前記データファイルが前記一般データファイルの場合には、前記最新のブロック群の格納位置を算出して、当該格納位置の前記ブロック群に対して前記追記レコードを用いた追記を実行し、一方、前記チャネル番号に基づく前記データファイルが前記循環データファイルの場合には、前記最旧のブロック群の格納位置を算出して、当該格納位置の前記ブロック群に対して前記追記データによる追記を実行するとともに、前記ブロック群番号の更新処理を行ってなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００２９】
本発明方法の第１０の特徴は、上記本発明方法の第９の特徴における前記データファイルの管理を、前記読み出しの実行命令による当該読み込みが失敗したときには、前記最旧のブロック群の読み出しを実行して、前記実行命令により前記データ領域が更新される際には、予め、前記最旧のブロック群を読み取り、
{（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝×ブロック群長＋１
により求められる格納位置で特定される領域に当該読み取ったブロック群の複製を行ってなる、ＩＣカードにおけるメモリ管理方法の構成採用にある。
【００３０】
一方、本発明装置の第１の特徴は、複数バイトを書き換え単位とする不揮発性を有したメモリを内蔵するＩＣカードであって、複数同一の長さで配置されそれぞれレコード番号により識別可能なレコードからなり、それぞれ識別可能なファイル識別子が付与されたデータファイルを格納保持する前記メモリと、当該データファイル内の前記レコードと同一のレコード長を有する共有データファイル内の共有レコードを当該データファイルのデータとして参照するデータファイル参照手段と、前記ファイル識別子と前記レコード番号とから、当該データファイル参照手段により特定された前記データに対して読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信して、当該実行命令に従い対応する読み出し、書き換え又は追記の当該実行命令を行う実行命令処理手段と、を具備してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３１】
本発明装置の第２の特徴は、上記本発明装置の第１の特徴における前記データファイルが、保持する前記レコード毎に、前記データファイル参照手段により前記共有レコードを参照先として設定されたレコード共有状態を示すとともに、随時更新可能なレコード識別子を格納する参照管理情報を具備してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３２】
本発明装置の第３の特徴は、上記本発明装置の第２の特徴における前記参照管理情報が、前記参照先の前記共有データファイルの前記ファイル識別子と、当該参照先の前記共有レコードのレコード番号とを含んでなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３３】
本発明装置の第４の特徴は、上記本発明装置の第２又は第３の特徴における前記参照管理情報が、前記レコードに対するアクセスの許否を確認可能に格納されたアクセス権情報を含んでなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３４】
本発明装置の第５の特徴は、上記本発明装置の第１、第２、第３又は第４の特徴における前記メモリが、前記データファイルを、前記ＩＣカード内において唯一のディレクトリ識別子が付与されたディレクトリに属するツリー構造として保持管理して、前記ディレクトリ識別子と識別可能に付与されたチャネル番号とを、新規に同一の当該チャネル番号とともに他の前記ディレクトリ識別子を受信して更新されるまで継続保持して、前記データファイルが属する前記ディレクトリの選択状況を示すチャネル管理情報を保有する、メモリ管理手段を具備してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３５】
本発明装置の第６の特徴は、上記本発明装置の第５の特徴における前記チャネル管理情報が、前記実行命令の実行可否を管理するセキュリティステータス情報を当該チャネル管理情報が更新されるまで継続保持してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３６】
本発明装置の第７の特徴は、上記本発明装置の第１、第２、第３、第４、第５又は第６の特徴における前記実行命令処理手段が、前記メモリ管理手段に、ブロック群番号で識別可能な２以上のブロック群からなる前記データファイルの、新規に更新された当該ブロック群から順次昇順に付番される最新の当該ブロック群番号と、当該ブロック番号により特定されるブロック群数とブロック群長とを前記ファイル毎に保持するデータファイル管理情報を保有するとともに、前記実行命令を受信したときに、当該実行命令対象となる前記データファイルの前記データファイル管理情報を用いて、
（最新のブロック群番号−１）×ブロック群長
により最新のブロック群の格納位置を算出する処理手段と、
｛（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝×ブロック群長
により最旧のブロック群の格納位置を算出する処理手段と、前記ファイルのデータ領域に更新があった場合に、
｛（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝＋１
により算出された値に当該最新のブロック群番号を更新する処理手段と、を具備してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３７】
本発明装置の第８の特徴は、上記本発明装置の第７の特徴における前記データファイル管理情報が、世代番号を有して前記データファイル毎に二つ保持され、同一の前記データファイルに基づく当該二つのファイル管理情報がそれぞれ有する世代番号の初期値として異なる値が設定されて、当該世代番号が小さい当該データファイル管理情報に対して、他方の当該データファイル管理情報の有する前記世代番号より大きい値を新規の前記世代番号として設定されて順次更新されてなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３８】
本発明装置の第９の特徴は、上記本発明装置の第７又は第８の特徴における前記メモリ管理手段が、前記データファイルとして、データファイル作成時に固定的に先頭の前記レコードから昇順に付番された順編成レコード構成を持つ一般データファイルと、新規に更新された前記レコード番号から昇順に付番され前記レコード長がデータファイル毎に一定である循環レコード構造を持つ循環データファイルと、所要の前記一般データファイルの前記参照先として設定されて、当該一般データファイルのレコード共有状態に設定された複数レコードと、前記循環データファイルのレコード共有状態に設定された一つのレコードと、からなる前記共有レコードを有する前記ブロック群を当該循環データファイルの前記総レコード数分保持する、共有データファイルと、を保持して、当該共有データファイルの前記データファイル管理情報として、前記循環データファイルの前記レコード番号付与順番と等しく新規に書き込まれた前記ブロック群から昇順に付与された最新の前記ブロック群番号と、当該ブロック群数と、当該ブロック長と、前記データファイル参照手段による参照先として対応する前記循環レコード番号とを具備してなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００３９】
本発明装置の第１０の特徴は、上記本発明装置の第９の特徴における前記メモリ管理手段が、前記ブロック群数を、前記循環データファイルのレコード数＋１として保持し、前記実行命令処理手段により前記ブロック群が更新される際には、前記最旧のブロック群の格納位置を算出する処理手段により当該更新前に読み取られた当該ブロック群を、
{（最新のブロック群番号＋ブロック群数−２）mod ブロック群数｝×ブロック群長＋１
により算出される格納位置に当該ブロック群を複製するよう機能構築されてなる、ＩＣカードの構成採用にある。
【００４０】
【発明の実施の形態】
以下、本発明の実施の形態につき、添付図面を参照しつつ、装置例を説明し、次いで、同装置例に基づき具現化される方法例を順に挙げて説明する。
【００４１】
（装置例）
まず、図１は、本発明の装置例に係るＩＣカードの機能構成図及び、それを動作させるためのリーダライタと情報処理端末の機能構成図である。
【００４２】
同図に示すように本装置例に係るＩＣカードαは、その内部に当該ＩＣカードαの機能構成を得るためのＩＣチップ１と、同ＩＣカードαが非接触型として機能する場合に、外部のリーダライタβとの間で無線による通信を行うためのアンテナ２とを具備する。また、リーダライタβは情報通信端末γに接続され、IＣカードαとの各種データの入出力可能に構成される。
【００４３】
ここで、リーダライタβは、ＩＣカードαや情報処理端末γと通信を行う機能と、実際にＩＣカードαと無線で通信するためにデータを送受する機能を具備する。
【００４４】
また、情報処理端末γにおいては、パーソナルコンピュータやワークステーションなどで構成され、ＩＣカードα及びリーダライタβの機能を得るための各種プログラムの実行、それらプログラムの実行に伴って各種データの入出力、またそれらプログラムや書き換え不要なデータ並びにプログラムの実行に伴って生成されるデータの記憶、及び、外部入力手段、外部出力手段のそれぞれ機能を具備して構成される。
【００４５】
さらに、ＩＣカードαのＩＣチップ１は、ＩＣカードαの機能を実現するため、各種通信処理、後述するメモリ内のデータファイル参照手段として、また、データファイルの読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信してこの実行命令に則した入出力を行う実行命令処理手段としてＣＰＵ１１（ＣＰＵ：Central Processing Unit ）を備える。
【００４６】
さらに、ＩＣチップ１には、データファイルを格納保持するメモリとして、上記プログラムや書き換え不要なデータを保持するためのＲＯＭ１２（ＲＯＭ：Read Only Memory）と、プログラムの実行に伴って生成されるデータを一時的に記憶するＲＡＭ１３（ＲＡＭ：Random Access Memory）と、プログラムの実行に伴って生成されるデータを追記可能に記憶するＥＥＰＲＯＭ１４（ＥＥＰＲＯＭ：Electronically Erasable and Programmable Read Only Memory ）とを搭載して、加えて、リーダライタβから電波信号を使って通信するためのＲＦ部１５から構成される。
【００４７】
本装置例で示すＥＥＰＲＯＭ１４は、例えば６４バイトの書き換え単位（以下ブロックと言う）を持ち、１バイトだけを書き換えるときにも、６４バイト全てを書き換える必要があるものとする。
【００４８】
なお、本装置例において採用するＩＣカードαは、非接触方式によりリーダライタβと通信を行うものとして示したが、ＩＣカードαとリーダライタβとの接続形態を電気的な接続として有線（オンライン）の方式をとる接触方式により通信を行うものとしても構わない。
【００４９】
次に、図２は、本装置例に係るＥＥＰＲＯＭにおいて採用されるデータファイル構造を示す図である。
同図に示すように、ＩＣカードαでは、例えば、ディレクトリｄ０，ｄ１，ｄ２，ｄ３（ルートディレクトリｄ０）を用いて、このディレクトリｄ１，ｄ２，ｄ３にそれぞれ属するデータファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂ及び鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３等にツリー構造が設定されて管理される。例えば、ディレクトリｄ１にはデータファイルｆ１及び鍵ファイルｋ１が存在する。
【００５０】
ここで、データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂは、レコード構造を持ち、アプリケーションを管理するためのデータが保存される。鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３には、データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂのアクセス権を制御するための鍵情報が保存される。さらに、データファイルｆ１，ｆ２は一般データファイル形式、ｆ３ａは循環データファイル形式及びｆ３ｂは共有データファイル形式の各ファイル形式により構成される。
【００５１】
一般データファイル形式（以下一般データファイルｆ１，ｆ２という）は、レコード位置が固定されたデータファイル形式であり、循環データファイル形式（以下循環データファイルｆ３ａという）は、レコード位置を、レコードの追記をするたびに新しいものから順に並べ替えるファイル形式、共有データファイル形式（以下共有データファイルｆ３ｂという）は、複数の一般データファイルｆ１，ｆ２のレコードと一つの循環データファイルｆ３ａをまとめて仮想的に一つのファイルとしたものである。
【００５２】
また、共有データファイルｆ３ｂの各レコード（以下共有レコードという）は、例えば共有レコード１，２が一般データファイルｆ１のレコード１，２と、共有レコード３が一般データファイルｆ２のレコード３と、共有レコード４が循環データファイルのレコード３の最新レコードと共有している。
【００５３】
次に、図３は、本装置例に係るＥＥＰＲＯＭにおけるディレクトリ及びデータファイルの管理情報の論理構成を示す図である。なお、本装置例に係るＩＣカードαにおいて適用されるデータファイルは、実データが格納されるデータ領域データとファイル管理領域からなり、まずデータファイル管理領域にて管理されるデータファイル管理情報について詳細に説明する。
【００５４】
まず、同図（ａ）に示すように、本装置例において、ディレクトリｄ０，ｄ１（ＩＤ＝０１０１ｈ），ｄ２（ＩＤ＝０１０２ｈ），ｄ３（ＩＤ＝０１０３ｈ）は、それぞれ各ディレクトリ毎にディレクトリ管理情報として不揮発性メモリであるＥＥＰＲＯＭ１４に保持され、例えば、１バイトの種別である「０１ｈ」（「ｈ」は１６進表記を表す。以下同じ）、２バイトのディレクトリＩＤ「０１０１ｈ」、２バイトの所属ファイルアドレス「ＸＸＸＸｈ」、２バイトの次ディレクトリアドレス「ＸＸＸＸｈ」からなる。なお、「ＸＸＸＸｈ」については、任意のアドレスが設定されるものであり、以下の記載についても同様である。
【００５５】
ここで、種別は、管理情報の種類を示し、例えばディレクトリ管理情報を一意に示す種別として「０１ｈ」とする。ディレクトリＩＤはＩＣカード内において個別に識別可能なディレクトリの識別子を示す。所属ファイルアドレスは、本ディレクトリに所属するファイル群の一つの先頭アドレスである。次ディレクトリアドレスは、次に位置するディレクトリを示す管理情報の先頭のアドレスである。
【００５６】
次に、同図（ｂ）は、一般データファイルｆ１，ｆ２をそれぞれ管理するためにＥＥＰＲＯＭ１４に保持される一般データファイル管理情報を示す。一般データファイルｆ１，ｆ２は、アプリケーションで用いるデータを保持、管理するものであるが、例えば一般データファイル管理情報として、同一ディレクトリｄ１内で他のデータファイルと重複しない２バイトの識別子であるファイルＩＤ「０００１ｈ」を割り振られる。
【００５７】
また、一般データファイルｆ１，ｆ２は、そのデータファイル毎に固定長、固定総レコード数のレコードの集合からなり、各レコードは参照管理情報として、「００ｈ」を除く１バイトのレコード識別子（以下タグという）、１バイトのデータ長、データの内容を有して、先頭から順番に１バイトで、１から始まるレコード番号が固定的に割り振られる。
【００５８】
さらに、一般データファイルｆ１，ｆ２はそれぞれ各データファイル毎に、一般データファイル管理情報として、１バイトの種別「０２ｈ」、２バイトのファイルＩＤ「０００１ｈ」、２バイトのデータアドレス「００００ｈ」、１バイトのレコード数「０５ｈ」、１バイトのレコード長「１０ｈ」、２バイトのセキュリティ属性「０００００００１ｂ」（「ｂ」は２進表記を表す。以下同じ）、２バイトの次ファイルアドレスからなる。
【００５９】
種別「０２ｈ」は、管理情報の種類を示し、ここでは一般データファイル管理情報であることを示す。また、ファイルＩＤ「０００１ｈ」は、例えばディレクトリ内で重複がなくデータファイルを個別に識別可能に付与されるデータファイルの識別子を示す。データアドレス「００００ｈ」は、当該一般データファイルｆ１のデータが保存されるデータブロック群の先頭アドレスとする。
【００６０】
また、レコード数「０５ｈ」は、一般データファイルｆ１で保持できるレコード数の総数であり、レコード長「１０ｈ」は、保持するレコードの長さである。セキュリティ属性「０００００００１ｂ」は、後に述べるセキュリティステータスと対にしてアクセス判定を可能するためのファイルアクセス権管理用のデータである。次ファイルアドレス「ＸＸＸＸｈ」は、同一の例えばディレクトリｄ１に属する次のファイル管理情報の先頭アドレスである。ここで、自データファイル例えば一般データファイルｆ２が最後であるならば、「ＦＦＦＦｈ」が格納される。
【００６１】
続いて、同図（ｂ）は、本装置例における循環データファイルｆ３ａの管理情報を示す。循環データファイルｆ３ａは、アプリケーションで用いるデータを保持管理して、同一の例えばディレクトリｄ３内で、他のデータファイルと重複のない２バイトの識別子のファイルＩＤ例えば「０００４」を付与される。
【００６２】
ここで、循環データファイルｆ３ａは、各データファイル毎に設定された固定長、固定総レコード数のレコードの集合から構成される。各レコードは参照管理情報として「００ｈ」を除く１バイトのタグ、１バイトのデータ長、データの内容からなるものであるが、循環データファイルｆ３ａのレコードは、新しいものから順番に１バイトで１から始まるレコード番号が、動的に割り振られる。
【００６３】
循環データファイルｆ３ａの管理情報は、一般データファイルｆ１，ｆ２の管理情報「０２ｈ」の他に２バイトの循環開始レコード例えば「ＦＦｈ」が付加される。循環データファイルの種別は「０３ｈ」とした。循環開始レコード番号「ＦＦｈ」は、確保されたデータブロック群内の複数レコードの何番目が最も新しいレコードかを示す。本循環データファイルｆ３ａを他のデータファイルと共有する場合の循環開始レコード番号は「ＦＦｈ」とする。
【００６４】
一方、図３（ｄ）は、共有データファイルｆ３ｂの管理情報である。共有データファイルｆ３ｂは、複数のデータファイルに一括してアクセスする場合に用いられる。また、例えば同一ディレクトリｄ３内で、他のデータファイルｆ３ａ，・・・と重複のない２バイトの識別子であるファイルＩＤを例えば「０００４ｈ」として割り振られる。
【００６５】
また、各レコードは、それぞれ特定の一般データファイルｆ１，ｆ２又は循環データファイルｆ３ａのレコードから参照される共有レコードからなる。ただし、参照されるレコードの長さは全て等しいものとし、１つの共有データファイルｆ３ｂを参照する循環データファイルｆ３ａは一つに限定される。各レコードは参照管理情報としての「００ｈ」を除く１バイトのタグ、１バイトのデータ長、データの内容からなり、レコード番号は先頭から順番に１バイトで表され、１から順に始まり、固定的に割り振られる。
【００６６】
さらに、一般データファイルｆ１，ｆ２の特定のレコードは、特定のレコード番号が割り当てられて、循環データファイルｆ３ａのレコードは、特定の一つのレコード番号に割り当てられる。
【００６７】
ここで、共有データファイル管理情報は、連続したメモリ領域に二つ保持されるものであり、その内容は、一般データファイルｆ１，ｆ２の管理情報で用いられたものの他に、１バイトの循環レコード番号「０４ｈ」、１バイトの循環開始ブロック群番号「０１ｈ」、１バイトの循環レコード数「０３ｈ」、２バイトのブロック群長「００４０ｈ」、２バイトの世代番号「０００２ｈ」、そして、レコード毎に、２バイトの参照しているディレクトリＩＤ「０１０１ｈ」，「０１０１ｈ」，「０１０２ｈ」，「０１０３ｈ」、と組になる２バイトのセキュリティ属性「０００００００１ｂ」，「０００００００１ｂ」，「００００００１０ｂ」，「０００００１００ｂ」からなる。
【００６８】
共有データファイルの種別は、例えば「０４ｈ」と「０５ｈ」とする。循環レコード番号「０４ｈ」は循環データファイルｆ３ｂに対応する共有データファイルのレコード番号を示し、循環開始ブロック群番号「０１ｈ」は、循環データファイルｆ１ｂの最も新しいレコードを含むブロック群の番号を示し、循環レコード数「０３ｈ」は、循環するレコードの数を示す。
【００６９】
さらに、二つ保持した循環データファイル管理情報で、世代番号が大きい方が新しい管理情報であることを示して、参照しているディレクトリＩＤ「０１０１ｈ」，「０１０１ｈ」，「０１０２ｈ」，「０１０３ｈ」は、各レコードにおいて共有するデータファイルが属するディレクトリｄ１，ｄ２，ｄ３のディレクトリＩＤを示し、同じく、セキュリティ属性「０００００００１ｂ」，「０００００００１ｂ」，「００００００１０ｂ」，「０００００１００ｂ」は、各レコードにおいて共有するデータファイルのセキュリティ属性を示す。
【００７０】
また、同図（ｅ）は、鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３の管理情報を示すものである。鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３は、それぞれアクセス権を制御するために用いるものであり、例えば鍵ファイルｋ１には同一ディレクトリｄ１において重複のない２バイトの識別子である「００１１ｈ」をファイルＩＤとして付与される。鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３は、１６種類の異なる鍵を作成可能な鍵区分を有する。
【００７１】
鍵ファイルｋ１の管理情報は、１バイトの種別「０６ｈ」、２バイトのファイルＩＤ「００１１ｈ」、２バイトのデータアドレス「００５０ｈ」、１バイトの鍵の長さ「１０ｈ」、１バイトの鍵区分「０１ｈ」、２バイトの次ファイルアドレス「ＸＸＸＸｈ」からなる。
【００７２】
ここで、種別は、データファイル管理情報の種類を示し、鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３の種別は０６ｈである。データアドレス「００５０ｈ」は、鍵の内容が保持されるデータブロック群のアドレスを示し、鍵の長さ「１０ｈ」は、保持する鍵の長さのバイト数を示す。また、鍵区分は、「０１ｈ」〜「１０ｈ」の１６種類からなり、次ファイルアドレス「ＸＸＸＸｈ」は同一ディレクトリｄ１に属する次のデータファイルの管理情報の先頭アドレスである。
【００７３】
次に、図４は、本装置例に係るＥＥＰＲＯＭの物理構成図である。
まず、同図に示すように、ディレクトリｄ１，ｄ２，ｄ３及び各データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂ及び鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３は、ＥＥＰＲＯＭ１４において実データが保持されるデータ領域と、それぞれの各管理情報を保持する管理情報領域とで構成される。
【００７４】
同図に示すように、例えば、各ディレクトリ内のファイルのデータファイルのデータは、最下位から順にディレクトリｄ１が、「００００ｈ」〜「００５Ｆｈ」、ディレクトリｄ２が「００６０ｈ」〜「００ＣＦｈ」、ディレクトリｄ３が「００Ｄ０ｈ」〜「０２３Ｆｈ」に配置されて、各管理情報は、最上位から順に配置される。
【００７５】
ここで、一般データファイルｆ１，ｆ２及び循環データファイルｆ３ａのレコードは、それぞれディレクトリｄ１，ｄ２のデータ領域と管理情報領域とに保持されて、そのレコードは下位アドレスから順に保存されて、各レコードの保存形式は、タグ、長さ、データで構成される。
【００７６】
ここで、一般データファイルｆ１，ｆ２の参照管理情報を含むレコードは、共有データファイルｆ３ｂに格納された共有レコードを参照先としてレコード共有状態に設定された場合、タグは、「００ｈ」となり、各データは１，２バイト目が参照先ファイルのあるディレクトリＩＤ「０１０３ｈ」、３，４バイト目が参照先ファイルＩＤ「０００４ｈ」、５バイト目が参照先レコード番号「０００１ｈ」、「０００２ｈ」又は「０００３ｈ」を格納している。
【００７７】
また、循環データファイルｆ３ａのレコードが共有データファイルｆ３ｂに格納された共有レコードを参照している場合、物理的に先頭に位置するレコードのタグは「００ｈ」となり、データは１，２バイト目が参照先ファイルのあるディレクトリＩＤ「０１０３ｈ」、３，４バイト目が参照先ファイルＩＤ「０００４ｈ」となり、その他のレコードは無視される。
【００７８】
さらに、共有データファイルｆ３ｂについては、そのレコード長を１６バイト（１０ｈ）として、ブロック長は６４バイト（４０ｈ）としている。したがって、共有データファイルｆ３ｂのデータ領域には、４つのブロック群を含む。ここで、共有データファイルｆ３ｂの各ブロックの先頭から順にレコード１，２，３，４として、一般データファイルｆ１，ｆ２及び循環データファイルｆ３ａについても同様に構成するレコードを先頭から順次、レコード１，２，・・・と呼ぶ。
【００７９】
それにより、共有データファイルｆ３ｂのデータ領域の共有レコード１及び共有レコード２は、一般データファイルｆ１（ファイルＩＤ＝０００１ｈ）のレコード１及びレコード２であり、共有レコード３は、一般データファイルｆ２（ファイルＩＤ＝０００２ｈ）のレコード３、共有レコード４は循環データファイルｆ３ａ（ファイルＩＤ＝０００３ｈ）のそれぞれから参照されたものである。
【００８０】
続いて、共有データファイルｆ３ｂのデータ領域は、連続する複数のブロック群を構成することにより管理されている。ここで説明するブロック群とは、参照されているレコードそれぞれの内容を保持するメモリ領域であり、例えば、ブロックの境界を先頭に下位から上位アドレスに向かって割り当てられる領域のことである。
【００８１】
ここで、ブロック長を「ＢｌｏｃｋＳｉｚｅ」、レコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、レコード数（レコードの総数）を「ＲｅｃＮｕｍ」とすると、ブロック群の長さ「ＢｌｏｃｋＬｅｎ」は、
ＢｌｏｃｋＬｅｎ＝ＢｌｏｃｋＳｉｚｅ×｛（ＲｅｃＬｅｎ×ＲｅｃＮｕｍ）％ＢｌｏｃｋＳｉｚｅ｝
である。ただし、Ｘ％ＹはＸをＹで割った値を切り上げたものである。
【００８２】
共有データファイルｆ３ｂは、このブロック群を参照している循環データファイルｆ３ａのレコード数＋１個の複数ブロック群用いて管理されてなる。一般データファイルｆ１，ｆ２の各レコードは、各ブロック群に、レコード番号に従って下位から順に割り当てられている。
【００８３】
また、循環データファイルｆ３ａのレコードが保持される位置は、循環開始ブロック群番号から始まるブロック群を第１レコードに対応するブロック群として、参照される循環データファイルｆ３ａのレコード番号に従って、１レコードずつ各ブロック群に割り当てられ、個別のブロック群内では、参照されるレコード番号に従って割り当てられる。
【００８４】
さらに、共有データファイルｆ３ｂのデータ領域は、循環データファイルｆ３ａのレコード数３に１を加えた４つのブロック群からなっており、循環データファイルｆ３ａの開始レコード番号が１であるため、共有データファイルｆ３ｂの先頭のブロック群から順に循環データファイルｆ３ａの各レコードが割り当てられ、残りの１つのブロック群（ここでは４つ目の最後尾のブロック群）はバックアップ用となる。
【００８５】
次に、図５は、本装置例に係るＲＡＭにおけるチャネル、一時共有データファイルの管理情報、及び一時ファイルデータの論理構成を示す図である。本装置例に適用されるＩＣカードαは、同図に示すように、メモリ管理手段として、チャネルと呼ぶアクセス権を保持する環境を複数保持し、ＲＡＭ１３上に保持されるチャネルごとにディレクトリ、セキュリティ状態を管理するよう機能構成される。
【００８６】
まず、同図（ａ）に示すように、チャネル管理情報は、２バイトのディレクトリＩＤ、２バイトのディレクトリアドレス、２バイトのセキュリティステータスから構成される。ディレクトリＩＤ「０１０１ｈ」は、現在当該チャネルとして格納保持しているディレクトリｄ１のＩＤであり、更新可能に保持されるものである。また、ディレクトリアドレス「ＸＸＸＸｈ」は、同じくこのチャネルに格納されるディレクトリｄ１の管理情報の先頭アドレスを示す。セキュリティステータス「００００００００ｂ」は、このチャネルにおけるセキュリティ状態を示している。
【００８７】
さらに、ＲＡＭ１３には、処理途中の状態を保持するために、同図（ｂ）に示した一時共有データファイル管理情報及び同図（ｃ）に示した一時ファイルデータを保持している。一時共有データファイル管理情報は、管理情報内のデータを書き換える際にバッファとして用いるものであり、一時ファイルデータは、ブロック群を書き換える際にバッファとして用いることが可能に構成される。
【００８８】
（方法例）
続いて、以上のように構成されたＩＣカードαにおいて、データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂ毎に設定されたアクセス権の制御方法、ディレクトリｄ１，ｄ２，ｄ３を選択するディレクトリ選択の選択手順、鍵ファイルｋ１，ｋ２，ｋ３を用いた鍵照合の手順及びデータファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂの読み出し手順を順に追って説明する。
【００８９】
まず、本実施形態例におけるＩＣカードαは、データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂ毎に保持するセキュリティ属性と、チャネル毎に保持するセキュリティステータス、そして鍵ファイル毎に保持する鍵区分を使ってデータファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂへのアクセス制御を行う。
【００９０】
データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂ毎に保持したセキュリティ属性は、どの鍵で照合したらアクセス可能であるのかを示すものであり、一方チャネル毎に設定されたセキュリティステータスは、現在どの鍵で照合したかどうかを示している。例えば、鍵区分「０１ｈ」の鍵を照合したとすると、セキュリティステータスの該当ビットを「１」として、「０００００００１ｂ」となる。
【００９１】
この状態でセキュリティ属性が「０００００００１ｂ」のデータファイルｆ１をアクセスする場合、このセキュリティステータス「０００００００１ｂ」とセキュリティ属性「０００００００１ｂ」の論理積を計算して、その結果が「０００００００１ｂ」となることから、アクセス可能と判断する。
【００９２】
また、この状態で、セキュリティ属性が「００００００１０ｂ」のデータファイルｆ２をアクセスする場合は、論理積の結果が「００００００００ｂ」となるため、アクセス不可と判断することが可能となり、予め設定されたセキュリティ属性、セキュリティステータス及び鍵ファイルにしたがって、データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂへのアクセス制御が可能となる。
【００９３】
次に、図６は、本発明の方法例に係るディレクトリの選択手順を示すフローチャートである。同図を用いて各種データファイルを格納するディレクトリｄ１，ｄ２，ｄ３を選択する手順を説明する。
【００９４】
本方法例によるＩＣカードαは、上位装置である、例えば情報処理端末γから引数として、１バイトのチャネル番号（以下Ｃｈという）、２バイトのディレクトリＩＤ（以下ＤｉｒＩＤという）を持つディレクトリ選択命令を受信する。
【００９５】
ＩＣカードαはディレクトリ選択命令を受信すると、最初のディレクトリであるディレクトリｄ１の管理情報内の次ディレクトリアドレス「ＸＸＸＸｈ」からディレクトリｄ２，・・・と順次たどることにより、ディレクトリ管理情報内のディレクトリＩＤが受信した引数「ＤｉｒＩＤ」と等しいディレクトリ管理情報を検索する（ＳＴ１）。
【００９６】
ＳＴ１の後、「ＤｉｒＩＤ」と合致するディレクトリＩＤの検出を確認して（ＳＴ２）、所望のディレクトリＩＤが検出されなかった場合には、ディレクトリ指定誤りの異常終了を情報処理端末γにリーダライタβを介して送信して（ＳＴ３）終了する。ＳＴ２にて、引数「ＤｉｒＩＤ」と合致するディレクトリＩＤが検出された場合には、そのディレクトリ管理情報の先頭アドレスを「ＤｉｒＡｄｄｒ」に代入する（ＳＴ４）。
【００９７】
引数「Ｃｈ」で特定されるチャネル管理情報内のディレクトリアドレスに「ＤｉｒＡｄｄｒ」を（ＳＴ５）、ディレクトリＩＤに「ＤｉｒＩＤ」を（ＳＴ６）それぞれ書き込み、全ての処理が正常に終了した場合には、正常終了応答を情報処理端末γに送信して（ＳＴ７）ディレクトリの選択処理を終了する。
【００９８】
続いて、図７は、本方法例に係る鍵の照合手順を示すフローチャートである。本方法例において適用するＩＣカードαは、引数として１バイトのチャネル番号「Ｃｈ」、２バイトの鍵ファイルのＩＤ（以下ＫｅｙＩＤという）、複数バイトの鍵内容（以下ＫｅｙＶａｌｕｅという）、１バイトの鍵の長さ（以下ＫｅｙＬｅｎという）を持つ鍵照合命令を上位装置である情報処理端末γからリーダライタβを介して受け取る。
【００９９】
そこで、まず、同図に示すように、「Ｃｈ」にて特定されるチャネル管理情報内にあるディレクトリＩＤを「ＤｉｒＩＤ」に、ディレクトリアドレスを「ＤｉｒＡｄｄｒ」に、セキュリティステータスを「ＳＳ」として代入する（ＳＴ１１）。代入された「ＤｉｒＡｄｄｒ」のアドレスから始まるディレクトリ管理情報を読み込み、さらにこのディレクトリ管理情報中の所属ファイルアドレスをたどり、ファイルＩＤが「ＫｅｙＩＤ」と等しく、かつ種別が「０６ｈ」である鍵ファイル管理情報を探す（ＳＴ１２）。
【０１００】
ＳＴ１２の後、鍵ファイルが検出されたかどうか確認して（ＳＴ１３）、検出されなかった場合は、鍵ファイルＩＤの指定誤りの異常応答を上位装置に送信して（ＳＴ１４）鍵の照合手順の処理を終了する。一方、所望の鍵ファイルが検出された場合には、その鍵ファイル管理情報の先頭アドレスを「ＫｅｙＡｄｄｒ」に代入する（ＳＴ１５）。
【０１０１】
「ＫｅｙＡｄｄｒ」で特定されるアドレスから始まる鍵ファイル管理情報内のデータアドレスをＫｅｙＶａｌｕｅ´に代入して（ＳＴ１６）、先に情報通信端末γから受け取った「ＫｅｙＶａｌｕｅ」とこの「ＫｅｙＶａｌｕｅ´」が等しいどうか例えば「ＫｅｙＬｅｎ」の長さから確認する（ＳＴ１７）。
【０１０２】
「ＫｅｙＶａｌｕｅ」と「ＫｅｙＶａｌｕｅ´」が等しくない場合、鍵照合不一致として鍵内容不一致異常終了応答を情報通信端末γに送信し（ＳＴ１８）、鍵照合の処理を終了する。一方、「ＫｅｙＶａｌｕｅ」と「ＫｅｙＶａｌｕｅ´」が等しい場合には、「ＫｅｙＡｄｄｒ」のアドレスから始まる鍵ファイル管理情報内の鍵区分を「ＫｅｙＫｉｎｄ」とおく（ＳＴ１９）。
【０１０３】
さらに、引数として先に受け取った「ＳＳ」の「ＫｅｙＫｉｎｄ」ビット目を「１」に置き換える（ＳＴ２０）。ＳＴ２０まで、全て正常に終了したときには、正常終了応答を上位装置である情報通信端末γにリーダライタβを介して送信して（ＳＴ２１）、鍵の照合処理を終了する。
【０１０４】
次に、図８は、本方法例に係るデータファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。同図を用いて各データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂを読み出す手順を説明する。
まず、本方法例にて適用するＩＣカードαは、引数として、１バイトのチャネル番号「Ｃｈ」、２バイトのデータファイルのファイルＩＤ（以下ＦｉｌｅＩＤという）、１バイトのレコード番号（以下ＲｅｃＮｏ）を持つ読み出し命令を上位装置情報通信端末γから受け取る。
【０１０５】
受け取った「Ｃｈ」により特定されるチャネル管理情報内にあるディレクトリＩＤを「ＤｉｒＩＤ」、ディレクトリアドレスを「ＤｉｒＡｄｄｒ」、セキュリティステータスを「ＳＳ」にそれぞれ代入して（ＳＴ３１）、「ＤｉｒＡｄｄｒ」で特定されるアドレスから始まるディレクトリ管理情報内に格納された所属ファイルアドレスからデータファイル管理情報を順次たどっていき、種別が「０２ｈ」、「０３ｈ」、「０４ｈ」又は「０５ｈ」でファイルＩＤがＦｉｌｅＩＤと等しいデータファイル管理情報を探す（ＳＴ３２）。
【０１０６】
ＳＴ３２の後に、データファイル管理情報が検出されたかどうかを確認して（ＳＴ３３）、検出されなかった場合には、ファイルＩＤ指定誤りの異常終了応答を情報通信端末γに送信して、データファイル読み出しの処理を終了する。一方、所望のデータファイル管理情報が検出されたときには、このデータファイル管理情報の先頭アドレスを「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」とおく（ＳＴ３５）。
【０１０７】
さらに、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」で特定されるデータファイル管理情報内の種別を「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」として（ＳＴ３６）、先ず、この「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」に代入された値が、一般データファイルｆ１，ｆ２を示す「０２ｈ」であるかどうかを確認する（ＳＴ３７）。ここで、「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」が「０２ｈ」であった場合には、該当する一般データファイルｆ１又はｆ２の読み出しを行う（ＳＴ３８）。
【０１０８】
「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」の値が、「０２ｈ」でない場合には、さらに、循環データファイルｆ３ａを示す「０３ｈ」であるかどうか確認して（ＳＴ３９）、「０３ｈ」であれば、循環データファイルｆ３ａの読み出し処理を行い（ＳＴ４０）、循環データファイルｆ３ａを示す「０３ｈ」でなければ、引続き、「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」が「０４ｈ」又は「０５ｈ」であるかどうか確認する（ＳＴ４１）。
【０１０９】
この「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」が、共有データファイルｆ３ｂの種別として設定された「０４ｈ」又は「０５ｈ」であれば、共有データファイルｆ３ｂの読み出し処理を行い（ＳＴ４２）、「ＦｉｌｅＫｉｎｄ」が以上の「０２ｈ」〜「０５ｈ」のいずれにも該当しないときには、データファイル種別の指定誤りとして異常終了を情報処理端末γに送信して（ＳＴ４３）読み出し処理を終了する。
【０１１０】
さらに、ＳＴ３８、ＳＴ４０及びＳＴ４２にて行う一般データファイルｆ１，ｆ２、循環データファイルｆ３ａ及び共有データファイルｆ３ｂの読み出し処理について順に説明する。
【０１１１】
図９は、本方法例に係る一般データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。同図に示すように、ＳＴ３８にて一般データファイルｆ１，ｆ２を読み出す処理を実行するにあたり、まず、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」で始まる一般データファイル管理情報を特定して、この一般データファイル管理情報内に格納されたセキュリティ属性と、先に「Ｃｈ」にて特定されるチャネル管理情報内のセキュリティステータスを代入された「ＳＳ」との論理積を算出して結果を「Ａｎｓ」に代入する（ＳＴ５１）。
【０１１２】
ＳＴ５１の後、この論理積の結果「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」であるかどうかを確認して（ＳＴ５２）、「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」の場合には、アクセス権不足としてアクセス権誤り異常終了を情報処理端末γに送信して（ＳＴ５３）一般データファイルの読み出し処理を終了する。
【０１１３】
一方、ＳＴ５２で論理積の結果「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」でない場合には、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」のアドレスにより特定される一般データファイル管理情報内のデータアドレスを「ＤａｔａＡｄｄｒ」、レコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」としてそれぞれ代入する（ＳＴ５４）。
【０１１４】
続いて、読み出すべきレコードのアドレス「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＲｅｃＬｅｎ×（ＲｅｃＮｏ−１）
の式から算出して（ＳＴ５５）、この「ＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるデータの１バイト目を「タグ」（以下、「Ｔａｇ」という）として（ＳＴ５６）、この「Ｔａｇ」が「００ｈ」かどうか確認する（ＳＴ５７）。
【０１１５】
ここで、「Ｔａｇ」が「００ｈ」ではない場合、通常のレコードとして「ＲｅｃＡｄｄｒ」から「ＲｅｃＬｅｎ」分のデータと、一般データファイルの読み出しの正常終了の通知を合わせて情報処理端末γに送信して（ＳＴ５８）、一般データファイルの読み出しを正常に終了する。
【０１１６】
一方、「Ｔａｇ」が「００ｈ」であった場合には、共有データファイルｆ３ｂからのレコードの参照であると判断して、「ＲｅｃＡｄｄｒ」で特定されるアドレスから始まるレコードの、例えば第３バイトから第４バイトを共有データファイルｆ３ｂの属するディレクトリｄ３のディレクトリＩＤ（以下ＬＤｉｒＩＤ）とし、第５バイトと第６バイトを共有データファイルｆ３ｂのファイルＩＤ（以下ＬＦｉｌｅＩＤ）とし、第７バイトを共有データファイルｆ３ｂの参照先レコード番号（以下ＬＲｅｃＮｏ）とする（ＳＴ５９）。
【０１１７】
ＳＴ５９の後、一般データファイルから共有レコードの読み出し処理を行う（ＳＴ６０）ものであるが、一般データファイルから共有レコードの読み出し処理を行うにあたっては、以下にさらに詳細に説明する。
図１０は、本方法例に係る一般データファイルからの共有レコード読み出し手順を示すフローチャートである。ＳＴ６０について同図を参照して説明する。
【０１１８】
まず、「ＬＤｉｒＩＤ」をディレクトリＩＤとするディレクトリ管理情報を、「ＤｉｒＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするディレクトリ管理情報内の次ディレクトリアドレスから順位たどって探し、検出したディレクトリ管理情報の先頭アドレスを「ＬＤｉｒＡｄｄｒ」とする（ＳＴ６１）。
【０１１９】
次いで、この「ＬＤｉｒＡｄｄｒ」で始まるディレクトリ管理情報内の所属ファイルアドレスをたどり、種別が「０４ｈ」又は「０５ｈ」であり、かつ、ファイルＩＤが「ＬＦｉｌｅＩＤ」で特定される共有データファイル管理情報を検索し（ＳＴ６２）、その結果、二つの共有データファイルの管理情報が検出された確認する（ＳＴ６３）。
【０１２０】
ＳＴ６３にて共有データファイル管理情報が一つしか検出されなかった場合には、検出した共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」とする（ＳＴ６４）ものであるが、二つの共有データファイル管理情報が検出されたときには、種別が「０４ｈ」である共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ１」とし、種別が「０５ｈ」の共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ２」とする（ＳＴ６５）。
【０１２１】
次いで、「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ１」と「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ２」とで始まる二つの共有データファイル管理情報内の世代番号を比較して、大きいほうの管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」とする（ＳＴ６６）ことで、「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」を決定する。
【０１２２】
ＳＴ６４又はＳＴ６６により「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」が決定された後に、この「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」のアドレスを先頭アドレスとする共有データファイル管理情報内のデータアドレスを「ＬＤａｔａＡｄｄｒ」、循環開始ブロック群番号を「ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ」、レコード長を「ＬＲｅｃＬｅｎ」、レコード数を「ＬＲｅｃＮｕｍ」、ブロック群長を「ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ」、循環レコード数を「ＬＲＲｅｃＮｕｍ」とする（ＳＴ６７）。
【０１２３】
ＳＴ６７にて代入した値を用いて、まず、最新ブロック群の先頭アドレス「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
の式より算出する（ＳＴ６８）。
【０１２４】
引続き、レコード番号「ＬＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＬＲｅｃＡｄｄｒ＝ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲｅｃＮｏ−１）
の式により算出する（ＳＴ６９）
【０１２５】
ここで、ＳＴ６９より求めた「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」のアドレスを先頭アドレスとするレコードが実際に読み出せるかどうか確認して（ＳＴ７０）、実際にデータとして読み出せた場合には、この「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」から「ＬＲｅｃＬｅｎ」長さ分のデータを読み出し、正常終了の通知ともに情報処理端末γに応答する（ＳＴ７１）。
【０１２６】
一方、実データとしてメモリ上から、算出することで得た「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるレコードを読み出せなかった場合には、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＬＳａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＬＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＬＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝の式より算出して求める（ＳＴ７２）。
【０１２７】
さらに、レコード番号「ＬＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＬＲｅｃＡｄｄｒ＝ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲｅｃＮｏ−１）
の式を用いて算出する（ＳＴ７３）。
【０１２８】
「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」のアドレスを先頭アドレスとするレコードから、「ＬＲｅｃＬｅｎ」長さ分のデータを読み出して、正常終了の通知とともに情報処理端末γに送信して応答し（ＳＴ７４）、一般データファイル内の共有レコード読み出し処理を終了する。
【０１２９】
次に、図１１は、本方法例に係る循環データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ４０にて循環データファイルｆ３ａを読み出す処理を実行するにあたり、まず、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」で始まるデータファイル管理情報内のセキュリティ属性と、先に「Ｃｈ」にて特定されるチャネル管理情報内のセキュリティステータスである「ＳＳ」との論理積を算出してその結果を「Ａｎｓ」とする（ＳＴ８１）。
【０１３０】
次に、この「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」であるかどうかを確認して（ＳＴ８２）、「００００００００ｂ」であった場合には、アクセス権不足としてアクセス権誤りの異常終了を情報通信端末γに応答として送信して（ＳＴ８３）、循環データファイルの読み出し処理を終了する。
【０１３１】
一方、「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」でない場合には、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」で始まる循環データファイル管理情報内の循環開始レコード番号を「ＲｅｃＳｔａｒｔ」、データアドレスを「ＤａｔａＡｄｄｒ」とおき（ＳＴ８４）、この「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」であるかどうかを確認して（ＳＴ８５）、「ＦＦｈ」でない場合、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」で始まる循環データファイル管理情報内のレコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」とおく（ＳＴ８６）。
【０１３２】
引続き、所望の読み出す対象レコードの先頭アドレス「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＲｅｃＬｅｎ×（ＲｅｃＳｔａｒｔ−１）
の式を用いて算出して（ＳＴ８７）、この算出した「ＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるレコードの「ＲｅｃＬｅｎ」で示される長さ分を読み出し、これを正常終了の応答とともに情報処理端末γに送信して読み出し処理を終了する（ＳＴ８８）。
【０１３３】
一方、ＳＴ８５において「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」であった場合には、「ＤａｔａＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするレコードの第３バイトから第４バイトを共有データファイルの属するディレクトリＩＤ（以下ＬＤｉｒＩＤという）とし、第５バイトと第６バイトを共有データファイルのファイルＩＤ（以下ＬＦｉｌｅＩＤという）とする（ＳＴ８９）。
【０１３４】
その後、循環データファイルから共有レコードの読み出し処理を行う（ＳＴ９０）ものであるが、循環データファイルからの共有レコード読み出し手順の詳細については、以下のような手順を順次実行するものである。
図１２は、本方法例に係る循環データファイルからの共有レコード読み出し手順を示すフローチャートである。ＳＴ９０について同図を参照して説明する。
【０１３５】
まず、同図に示したＳＴ９１〜ＳＴ９６の過程により共有データファイル管理情報の先頭アドレス「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」を決定するものであるが、この手順については、図１０に示した一般データファイル内共有レコードの読み出し手順のＳＴ６１〜ＳＴ６６と同一のものであり、説明の繰り返しを避けるため、ここでの説明を省略する。
【０１３６】
ＳＴ９４又はＳＴ９６までの過程を経て「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」が決定された後、「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」で示されたアドレスから始まる共有データファイル管理情報内のデータアドレスを「ＬＤａｔａＡｄｄｒ」、循環開始ブロック群番号を「ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ」、レコード長を「ＬＲｅｃＬｅｎ」、レコード数を「ＬＲｅｃＮｕｍ」、循環レコード数を「ＬＲＲｅｃＮｕｍ」、ブロック群長を「ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ」、循環レコード番号を「ＬＲＲｅｃＮｏ」とおく（ＳＴ９７）。
【０１３７】
以上の代入された値を用いて、最新のブロック群の先頭アドレス「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」は、
ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
により算出する（ＳＴ９８）。
【０１３８】
さらに、レコード番号「ＬＲＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＬＲｅｃＡｄｄｒ＝ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲＲｅｃＮｏ−１）
により算出して（ＳＴ９９）、算出された「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとして始まるデータが実際のメモリ上にて読み出せるか確認する（ＳＴ１００）。
【０１３９】
ここで、「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるデータが実際に読み出せた場合には、この「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるデータを「ＬＲｅｃＬｅｎ」分読み出して、情報処理装置γに正常終了の通知とともに送信して読み出し処理を終了する（ＳＴ１０１）。
【０１４０】
一方、「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるデータが読み出せなかったときには、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＬＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＬＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
から算出する（ＳＴ１０２）。
【０１４１】
続いて、レコード番号「ＬＲＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＬＲｅｃＡｄｄｒ＝ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲＲｅｃＮｏ−１）
から算出して（ＳＴ１０３）、「ＬＲｅｃＡｄｄｒ」の先頭アドレスから始まるデータを「ＬＲｅｃＬｅｎ」分だけ読み出し、正常終了の通知とともに情報処理端末γに応答として送信して（ＳＴ１０４）、読み出し処理を終了する。
【０１４２】
続いて、図１３は、本方法例に係る共有データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ４２にて共有データファイルｆ３ｂを読み出す処理を実行するにあたり、まず、「ＤｉｒＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするディレクトリ管理情報内の所属ファイルアドレスから、データファイル管理情報をたどり、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとして、かつ、種別が「０４ｈ」又は「０５ｈ」であり、「ＦｉｌｅＩＤ」をファイルＩＤとする共有データファイル管理情報を検索する（ＳＴ１１１）。
【０１４３】
ここで、共有データファイル管理情報が検出されたか確認して（ＳＴ１１２）、共有データファイル管理情報が検出された場合、この検出された共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＦｉｌｅＡｄｄｒ´」とする（ＳＴ１１３）。
【０１４４】
「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報と、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ´」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報とで保持する世代番号を比較して、世代番号の大きい方の共有データファイル管理情報の先頭アドレスを改めて「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」とする（ＳＴ１１４）。
【０１４５】
次に、ＳＴ１１２にて共有データファイル管理情報が検出されなかった場合、又は、ＳＴ１１４を経て一意に「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」が決定された後に、この「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報内のレコード番号「ＲｅｃＮｏ」のディレクトリＩＤを「ＬＤｉｒＩＤ」に、セキュリティ属性を「ＳＡ」に代入する（ＳＴ１１５）。
【０１４６】
続いて、チャネル管理情報内でディレクトリＩＤが「ＬＤｉｒＩＤ」と等しいものを検索して、その検索されたチャネル管理情報内のセキュリティステータスと「ＳＡ」との論理積を算出して、「Ａｎｓ」とし（ＳＴ１１６）、この「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」であるかどうか確認する（ＳＴ１１７）。
【０１４７】
ここで、「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」であった場合、この共有データファイルについてのアクセス権不足としてアクセス権誤りの異常終了を情報処理端末γに応答して（ＳＴ１１８）処理を終了する。
【０１４８】
一方、「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」でなかった場合には、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報内の循環開始ブロック群番号を「ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ」、データアドレスを「ＤａｔａＡｄｄｒ」、レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」、レコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、ブロック群長を「ＢｌｏｃｋＬｅｎ」、循環レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」とする（ＳＴ１１９）。
【０１４９】
以上、代入された値を用いて、読み出すブロック群の先頭アドレス「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」は、
ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
の式により算出して（ＳＴ１２０）、この算出した「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」のアドレスを先頭アドレスとしたブロック群が読み出せるかを確認する（ＳＴ１２１）。
【０１５０】
「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群が読み出せた場合には、先に受け渡されたレコード番号「ＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＲｅｃＬｅｎ×（ＲｅｃＮｏ−１）
の式を用いて算出する（ＳＴ１２２）。
【０１５１】
この算出した「ＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとして長さ「ＲｅｃＬｅｎ」分のデータを読み出し、読み出したデータを情報処理端末γに送信するとともに、正常終了の応答をして（ＳＴ１２３）、共有データファイルｆ３ｂの読み出し処理を終了する。
【０１５２】
一方、ＳＴ１２１にて「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるデータが読み出せない場合には、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＢＢｌｏｃｋＡｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式を用いて算出する（ＳＴ１２４）。
【０１５３】
引続き、先に受け渡されたレコード番号「ＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＋ＲｅｃＲｅｎ×（ＲｅｃＮｏ−１）の式を用いて算出し（ＳＴ１２５）、この「ＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとして「ＲｅｃＬｅｎ」長さ分のデータを読み出し、正常終了の通知とともに情報処理端末γに応答として送信して（ＳＴ１２６）、読み出し処理を終了する。
【０１５４】
続いて、図１４は、本方法例に係るデータファイルの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。同図を用いて各データファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂを追記又は書き換える手順を説明する。
まず、本方法例におけるＩＣカードαは、引数として１バイトのチャネル番号（以下Ｃｈという）、２バイトのデータファイルのＩＤ（以下ＦｉｌｅＩＤという）、１バイトのレコード番号（以下ＲｅｃＮｏという）、複数バイトの書き換えデータ（以下ＷｒｉｔｅＤａｔａという）を持つ追記又は書き換え命令を情報処理端末γから受け取る。
【０１５５】
以下、同図に示した過程を経るものであるが、ＳＴ１３１〜ＳＴ１４３の過程は、図８に示したＳＴ３１〜ＳＴ４３の各過程と対応しており、読み出し命令を追記又は書き換え命令と置き換えるものであり、繰り返しを避けるため説明は省略する。また、ＳＴ１３８、ＳＴ１４０及びＳＴ１４２の各処理過程については、以下に順を追って説明する。
【０１５６】
図１５は、本方法例に係る一般データファイルの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。同図に示すように、ＳＴ１３８にて一般データファイルｆ１，ｆ２を追記又は書き換え処理を実行するにあたり、図９にて示したＳＴ５１〜ＳＴ５７に対応するＳＴ１５１〜ＳＴ１５７の過程を順次行う。
【０１５７】
その後、ＳＴ１５７において「Ｔａｇ」が「０１ｈ」と等しくない場合に、「ＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとして「ＲｅｃＬｅｎ」分の長さに「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み、情報処理端末γに応答として正常終了の通知を送信して（ＳＴ１５８）、一般データファイルｆ１，ｆ２の追記又は書き込み手順を終了する。
【０１５８】
一方、ＳＴ１５７において「Ｔａｇ」が「０１ｈ」であった場合には、ＳＴ５９と同様に、「ＲｅｃＡｄｄｒ」から始まるレコードの第３バイトから第４バイトを共有データファイルｆ３ｂの属するディレクトリｄ３のディレクトリＩＤ、ファイルＩＤ、レコード番号を取り出して、それぞれ「ＬＤｉｒＩＤ」、「ＬＦｉｌｅＩＤ」、「ＬＲｅｃＮｏ」とする（ＳＴ１５９）。
【０１５９】
続いて、一般データファイルからの共有レコードの追記又は書き換え処理（ＳＴ１６０）について説明する。
図１６は、本方法例に係る一般データファイルからの共有レコードの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。ＳＴ１６０について同図を参照して説明するが、同図ＳＴ１６１〜ＳＴ１６７は図１０のＳＴ６１〜ＳＴ６７に対応するものであり、説明を省略する。
【０１６０】
ＳＴ１６７の後に、最新のブロック群の先頭アドレス「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
の式により算出して、さらに、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＬＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＬＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式より代入して算出する（ＳＴ１６８）。
【０１６１】
その後、一時ファイルデータ内のレコード番号「ＬＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＴＲｅｃＤａｔａ」を、
ＬＴＲｅｃＤａｔａ＝ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲｅｃＮｏ−１）
の式より算出して（ＳＴ１６９）、ＳＴ１６８にて算出した「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群が読み出せるかどうか確認する（ＳＴ１７０）。
【０１６２】
ここで、「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群が読み出せない場合には、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群を一時ファイルデータに複製して（ＳＴ１７１）、一方、読み出せる場合には、読み出したブロック群を一時ファイルデータとともに、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群とに複製する（ＳＴ１７２）。
【０１６３】
ＳＴ１７１又はＳＴ１７２を経て一時ファイルデータに複製が完了した後に、この一時ファイルデータの「ＬＴＲｅｃＤａｔａ」からレコード長「ＬＲｅｃＬｅｎ」分だけ「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み（ＳＴ１７３）、一時ファイルデータの内容を「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」に複製して（ＳＴ１７４）、情報処理端末γに正常終了の応答を送信して（ＳＴ１７５）、追記又は書き換えの処理を終了する。
【０１６４】
次に、図１７は、本方法例に係る循環データファイルの書き換え手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ１４０にて循環データファイルｆ３ａの書き換え処理を実行するにあたり、まず、ＳＴ１８１〜ＳＴ１８５までは、図１１に示したＳＴ８１〜ＳＴ８５と同一のものであり、説明を省略する。
【０１６５】
ＳＴ１８５にて、「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」でない場合には、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする循環データファイル管理情報内のレコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」とおき（ＳＴ１８６）、書き換える所望のレコードの先頭アドレスを「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＲｅｃＬｅｎ×｛（ＲｅｃＳｔａｒｔ＋ＲｅｃＮｕｍ＋ＲｅｃＮｏ−１）ｍｏｄ ＲｅｃＮｕｍ｝
の式より算出する（ＳＴ１８８）。
【０１６６】
この算出した「ＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするレコードに対して、長さ「ＲｅｃＬｅｎ」分の領域に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み、以上の処理が正常に終了した後に書き換えの正常終了通知を情報処理端末γに応答として送信する（ＳＴ１８９）。
【０１６７】
一方、ＳＴ１８５にて「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」であった場合には、循環レコード内の共有レコードの書き換え処理を実行するものであるが、まず、「ＤｉｒＡｄｄｒ」から始まるレコードの第３バイトから第４バイトを共有データファイルの属するディレクトリｄ３のディレクトリＩＤ（以下ＬＤｉｒＩＤという）とし、第５バイトと第６バイトを共有データファイルのファイルＩＤ（以下ＬＦｉｌｅＩＤという）とする（ＳＴ１９０）。
【０１６８】
ここで、先に受け渡されたレコード番号「ＲｅｃＮｏ」が「０１ｈ」であるかどうか確認して（ＳＴ１９１）、「ＲｅｃＮｏ」が「０１ｈ」でなければレコード番号指定誤りとして異常応答を送信して（ＳＴ１９２）、循環ファイルの書き換え処理を終了する。一方、ＳＴ１９１にて「ＲｅｃＮｏ」が「０１ｈ」であった場合には、循環データファイルから共有レコードの書き換え処理を行う（ＳＴ１９３）。
【０１６９】
図１８は、本方法例に係る循環データファイルからの共有レコード書き換え手順を示すフローチャートである。
引続き、ＳＴ１９３の循環データファイルの書き換え手順について詳細に説明するものであるが、同図に示したＳＴ２０１〜ＳＴ２０６については、図１２に示したＳＴ９１〜ＳＴ９６の処理手順と同様のものであり、説明を省略する。
【０１７０】
ＳＴ２０４又はＳＴ２０６にて「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」が一意に決定された後に、この「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報内のデータアドレスを「ＬＤａｔａＡｄｄｒ」、循環開始ブロック群番号を「ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ」、レコード長を「ＬＲｅｃＬｅｎ」、ブロック長を「ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ」、循環レコード数を「ＬＲＲｅｃＮｕｍ」とおく（ＳＴ２０７）。
【０１７１】
続いて、例えばレコード番号１で示される最新のブロック群の先頭アドレス「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
の式より算出する。
【０１７２】
加えて、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＬＤａｔａＡｄｄｒ＋ＬＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＬＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＬＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式に先に代入した値を用いて算出する（ＳＴ２０８）。
【０１７３】
ここで、算出して求めた「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするデータの領域が実際に読めるものであるか確認して（ＳＴ２０９）、読み出せない場合には、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群の内容を一時ファイルデータに複製する（ＳＴ２１０）。一方、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群が読み出せた場合には、このブロック群の内容を一時ファイルデータと、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群とに複製する（ＳＴ２１１）。
【０１７４】
ＳＴ２１０又はＳＴ２１１を経て、一時ファイルデータに新規なデータを複製した後に、一時ファイルデータ内のレコード番号「ＬＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＴＲｅｃＤａｔａ」を、
ＬＴＲｅｃＤａｔａ＝ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲｅｃＮｏ−１）
の式より算出する（ＳＴ２１２）。
【０１７５】
その後、一時ファイルデータ内の「ＬＴＲｅｃＤａｔａ」からレコード長「ＬＲｅｃＬｅｎ」分に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み（ＳＴ２１３）、引続き、一時ファイルデータの内容を「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群に複製し（ＳＴ２１４）、情報処理端末γに正常終了の応答を送信して（ＳＴ２１５）、書き換え処理を終了する。
【０１７６】
続いて、図１９は、本方法例に係る共有データファイルの書き換え手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ１４２にて共有データファイルｆ３ｂを書き換える処理を実行するにあたっては、まず、ＳＴ２２１〜ＳＴ２２９までは、図１３に示したＳＴ１１１〜ＳＴ１１９と同様の手順であり、その説明を省略する。
【０１７７】
ＳＴ２２９にて代入された値を用いて、最新ブロック群の先頭アドレス「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式より算出する。
【０１７８】
さらに、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式を用いて算出する（ＳＴ２３０）。ここで、算出して求めた「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群がよみだせるものであるか確認する（ＳＴ２３１）。
【０１７９】
ＳＴ２３１にて「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群が読み出せない場合には、「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群を一時ファイルデータに複製して（ＳＴ２３２）、一方、読み出せるものであれば、このブロック群の内容を一時ファイルデータと、「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする領域とに複製する（ＳＴ２３３）。
【０１８０】
ＳＴ２３２又はＳＴ２３３を経て一時ファイルデータに複製がされた後に、一時データファイル内のレコード番号「ＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＴＲｅｃＤａｔａ」を、
ＴＲｅｃＤａｔａ＝ＲｅｃＬｅｎ×（ＲｅｃＮｏ−１）
の式により算出する（ＳＴ２３４）。
【０１８１】
引続き、一時ファイルデータ内の「ＴＲｅｃＤａｔａ」からレコード長「ＲｅｃＬｅｎ」分に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み（ＳＴ２３５）、一時ファイルデータの内容を「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」に複製し（ＳＴ２３６）、ＳＴ２３６の処理が終了した後に、情報処理端末γに正常終了の応答を送信して（ＳＴ２３７）、書き換え処理を終了する。
【０１８２】
次に、本方法例に係るデータファイルｆ１，ｆ２，ｆ３ａ，ｆ３ｂの追記手順について説明するものの、追記命令を受信した後に所定のデータファイル指定の手順については図１４に示した手順と同様のフローを用いるものであり、その説明は省略する。また、特に一般データファイルｆ１，ｆ２の追記手順については合わせて図１５及び図１６の手順に従うものとする。ここでは、循環データファイルｆ３ａ及び共有データファイルｆ３ｂの追記について順に説明する。
【０１８３】
図２０は、本方法例に係る循環データファイルの追記手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ１４０にて循環データファイルｆ３ｂの追記処理を実行するにあたり、まず、引数として受け渡されたレコード番号「ＲｅｃＮｏ」が「０１ｈ」であるかどうか確認して（ＳＴ２４１）、「０１ｈ」でない場合には、レコード番号誤りとして異常応答を送信して（ＳＴ２４２）、追記の処理を終了する。
【０１８４】
一方、ＳＴ２４１にて「ＲｅｃＮｏ」が「０１ｈ」であった場合には、以下ＳＴ２４３〜ＳＴ２４７の過程、即ち、図１１に示したＳＴ８１〜ＳＴ８５又は図１７のＳＴ１８１〜ＳＴ１８５と同様の手順を踏むものであり、ここでの説明は省略する。
【０１８５】
引続き、ＳＴ２４７にて「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」ではなかった場合には、まず、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする循環データファイル管理情報内のレコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」とおく（ＳＴ２４８）。
【０１８６】
次いで、追記の対象となるレコードのアドレス「ＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＲｅｃＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＲｅｃＬｅｎ×｛（ＲｅｃＳｔａｒｔ＋ＲｅｃＮｕｍ−２）ｍｏｄ ＲｅｃＮｕｍ｝
の式により算出して（ＳＴ２４９）、「ＲｅｃＡｄｄｒ」から長さ「ＲｅｃＬｅｎ」分の領域に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込む（ＳＴ２５０）。
【０１８７】
その後、新規に更新するための新しい循環開始レコード番号「ＲｅｃＮｕｍ´」を、
ＲｅｃＮｕｍ´＝（ＲｅｃＳｔａｒｔ＋ＲｅｃＮｕｍ−２）ｍｏｄ ＲｅｃＮｕｍ−１
の式を用いて算出する（ＳＴ２５１）。
【０１８８】
続いて、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」から始まる循環データファイル管理情報内の循環開始レコード番号を「ＲｅｃＮｕｍ´」に更新書き換えて（ＳＴ２５２）、ＳＴ２５２の完了後に正常終了の通知として、情報処理端末γに応答を送信して（ＳＴ２５３）、追記処理を終了する。
【０１８９】
一方、ＳＴ２４７にて「ＲｅｃＳｔａｒｔ」が「ＦＦｈ」であった場合には、まず、「ＤａｔａＡｄｄｒ」から始まるレコードの第３バイトから第４バイトを共有データファイルの属するディレクトリのディレクトリＩＤを「ＬＤｉｒＩＤ」、第５バイトと第６バイトを共有データファイルのファイルＩＤを「ＬＦｉｌｅＩＤ」とおき（ＳＴ２５４）、循環データファイルから共有レコードの追記処理を実行する（ＳＴ２５５）。
【０１９０】
図２１は、本方法例に係る循環データファイルからの共有レコード追記手順を示すフローチャートである。
引続き、ＳＴ２５５の循環データファイルの追記手順について詳細に説明するが、同図に示したＳＴ２６１〜ＳＴ２６９については、図１８に示したＳＴ２０１〜ＳＴ２０９と同様の処理であり、その説明を省略するものであるが、ＳＴ２６６において世代番号を比較した際、世代番号が小さい共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ´」とする。
【０１９１】
ＳＴ２６９の後、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群が読み出せない場合には、「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群の内容を「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群と、一時ファイルデータとに複製し（ＳＴ２７０）、一方、読み出せる場合には、この「ＬＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群の内容を一時ファイルデータに複製する（ＳＴ２７１）。
【０１９２】
ＳＴ２７０又はＳＴ２７１を経て、一時データファイルに複製がされた後に、この一時ファイルデータ内のレコード番号「ＬＲＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＬＴＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＬＴＲｅｃＡｄｄｒ＝ＬＲｅｃＬｅｎ×（ＬＲＲｅｃＮｏ−１）
の式より算出する（ＳＴ２７２）。
【０１９３】
その後、一時ファイルデータ内においてＳＴ２７２にて算出した「ＬＴＲｅｃＡｄｄｒ」を先頭アドレスとしてレコード長「ＬＲｅｃＬｅｎ」分の領域に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込み（ＳＴ２７３）、また、この一時データファイルの内容を「ＬＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群に複製する（ＳＴ２７４）とともに、「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ」から始まる共有データファイル管理情報を一時共有データファイル管理情報に複製する（ＳＴ２７５）。
【０１９４】
続いて、新規に更新するための新しい循環開始ブロック番号「ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ´」を、
（ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＬＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＬＲＲｅｃＮｕｍ＋１）
の式を用いて算出する。
【０１９５】
加えて、この共有データファイル管理情報内の既存の世代番号「ＬＨＮｕｍ」に対して新しい世代番号「ＬＨＮｕｍ´」を、
ＬＨＮｕｍ´＝ＬＨＮｕｍ＋１
の式より算出して（ＳＴ２７６）、一時共有データファイル管理情報内の循環開始ブロック群番号を「ＬＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ´に、世代番号を「ＬＨＮｕｍ´」に変更する（ＳＴ２７７）。
【０１９６】
その後、一時共有データファイル管理情報を、ＳＴ２６６にて決定した「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ´」を先頭アドレスとするブロック群に複製して（ＳＴ２７８）、以上、ＳＴ２７８までの処理が完了した後に、情報処理端末γに正常終了の通知として応答を送信し（ＳＴ２７９）、循環データファイル内の共有レコード追記処理を終了する。
【０１９７】
続いて、図２２は、本方法例に係る共有データファイルの追記手順を示すフローチャートである。同図に示すように、前述のＳＴ１４２にて共有データファイルｆ３ｂを追記する処理を実行するにあたっては、まず、ＳＴ２８１〜ＳＴ２８７までの手順は図１９に示したＳＴ２２１〜ＳＴ２２７までの手順と同様のものであり、その説明は省略するものであるが、ＳＴ２８４において世代番号を比較した際に、世代番号が小さい共有データファイル管理情報の先頭アドレスを「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ´」とする。
【０１９８】
ＳＴ２８７において論理積の解「Ａｎｓ」が「００００００００ｂ」であった場合には、ＳＴ２２８同様に、情報処理端末γに対して、アクセス権不足による異常終了である旨通知する応答を為す（ＳＴ２８８）。一方、「００００００００ｂ」ではない場合には、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」を先頭アドレスとする共有データファイル管理情報内の循環開始ブロック群番号を「ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ」、データアドレスを「ＤａｔａＡｄｄｒ」、レコード数を「ＲｅｃＮｕｍ」、レコード長を「ＲｅｃＬｅｎ」、ブロック群長を「ＢｌｏｃｋＬｅｎ」、循環レコード数を「ＲＲｅｃＮｕｍ」、循環レコード番号を「ＲＲｅｃＮｏ」とおく（ＳＴ２８９）。
【０１９９】
続いて、先に引数として受け渡された追記対象を示す「ＲｅｃＮｏ」が、循環レコード番号「ＲＲｅｃＮｏ」と等しいものであるかどうか確認して（ＳＴ２９０）、等しくない場合は、一般レコードの追記手順を実行して（ＳＴ２９１）、等しい場合には、循環レコードの追記を行う（ＳＴ２９２）。ここで、ＳＴ２９１の手順は図１９に示したＳＴ２３０〜ＳＴ２３７の手順に従い実行可能なものである。
【０２００】
図２３は、共有データファイルの循環レコードの追記手順を示すフローチャートである。図２２に示したＳＴ２９２については、図２３を参照して説明する。同図に示すとおり、まず、最新ブロック群の先頭アドレス「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ−１）
の式より算出する。
【０２０１】
さらに、バックアップブロック群の先頭アドレス「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を、
ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ＝ＤａｔａＡｄｄｒ＋ＢｌｏｃｋＬｅｎ×｛（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＲＲｅｃＮｕｍ＋１）｝
の式を用いて算出する（ＳＴ３０１）。
【０２０２】
次いで、算出した「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群が読み出せるかどうかを確認して（ＳＴ３０２）、読み出せない場合には、「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」を先頭アドレスとするブロック群の内容を、「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群と一時ファイルデータとに複製する（ＳＴ３０３）。一方、読み出せる場合には、この「ＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群の内容を一時ファイルデータに複製する（ＳＴ３０４）。
【０２０３】
ＳＴ３０３又はＳＴ３０４にて複製された一時ファイルデータ内のレコード番号「ＲＲｅｃＮｏ」で示されるレコードの先頭アドレス「ＴＲｅｃＡｄｄｒ」を、
ＴＲｅｃＡｄｄｒ＝ＲｅｃＬｅｎ×（ＲＲｅｃＮｏ−１）
の式より算出して（ＳＴ３０５）、「ＴＲｅｃＡｄｄｒ」からレコード長「ＲｅｃＬｅｎ」分の領域に「ＷｒｉｔｅＤａｔａ」を書き込む（ＳＴ３０６）。
【０２０４】
さらに、一時共有データファイル管理情報の内容を「ＢＢｌｏｃｋＡｄｄｒ」から始まるブロック群に複製した（ＳＴ３０７）後に、「ＦｉｌｅＡｄｄｒ」から始まる共有データファイル管理情報の内容を一時共有データファイル管理情報に複製する（ＳＴ３０８）。
【０２０５】
続いて、新規に更新する新しい循環開始ブロック群番号「ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ´」を、
ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ´＝（ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ＋ＲＲｅｃＮｕｍ−１）ｍｏｄ（ＲＲｅｃＮｕｍ＋１）
の式を用いて算出する。
【０２０６】
さらに合わせて、既存の世代番号「ＬＨＮｕｍ」に対して新しい世代番号「ＬＨＮｕｍ´」を、
ＬＨＮｕｍ´＝ＬＨＮｕｍ＋１
の式より算出して（ＳＴ３０９）、一時共有データファイル管理情報内の循環開始ブロック群番号を「ＳｔａｒｔＢｌｏｃｋ´」に、世代番号を「ＬＨＮｕｍ´」にそれぞれ更新する（ＳＴ３１０）。
【０２０７】
その後、一時共有データファイル管理情報をＳＴ２８４にて決定した「ＬＦｉｌｅＡｄｄｒ´」を先頭アドレスとするブロック群に複製して（ＳＴ３１１）、ＳＴ３１１まで完了した後に、正常終了の通知として応答を情報処理端末γに送信して（ＳＴ３１２）、追記処理を終了する。
【０２０８】
以上、本発明の実施の形態につき、装置例及び方法例を挙げて説明したが、本発明は、必ずしも上述した手段及び手法にのみ限定されるものではなく、後述の効果を有する範囲内において、適宜、変更実施可能なものである。
【０２０９】
【発明の効果】
以上、詳細に説明したように、本発明によれば、ＥＥＰＲＯＭなど一般的な不揮発性メモリを搭載したＩＣカードにおいて、複数のファイルに分散したデータを一つの共有データファイルとして一度読み書きすることにより、その処理時間を大幅に短縮することが可能となり、処理時間を延ばすことなくカードに蓄積するデータの読み書き頻度やデータの長さに応じて、複数のファイルにデータを分散させて管理することができる。
【０２１０】
また、ＩＣカードに複数の事業者が相乗りしている交通機関の切符や、公共機関が発行するＩＤカードに民間が相乗りするなどのように、一枚のＩＣカードに複数の事業者のサービスを載せる場合にも、共通するデータを共有データファイルとして利用することで、処理時間を短縮することができる。
【０２１１】
さらに、非接触方式のＩＣカードにデータを書き込む途中に、電力が無くなる場合に、必要な書き込み保証の機能を共有データファイルに対して実現することにより、交通機関の切符として利用される場合等、リーダライタにＩＣカードをかざして通るときなど、電力供給が不安定な利用場面でも、安心してデータの書き換えが可能となる。
【０２１２】
しかも、共有データファイル以外のデータファイルは、国際規格ＩＳＯ／ＩＥＣ７８１６に準拠したＩＣカードと互換性を保つことが可能であり、ＩＣカードの不揮発性メモリに、例えば本発明に基づくプログラムを追加することにより、従来機能を拡張することが可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の装置例に係るＩＣカードの機能構成図及び、それを動作させるためのリーダライタと情報処理端末の機能構成図である。
【図２】図１に示したＥＥＰＲＯＭにおいて採用されるデータファイル構造を示す図である。
【図３】同上、ＥＥＰＲＯＭにおけるディレクトリ及びデータファイルの管理情報の論理構成を示す図である。
【図４】同上、ＥＥＰＲＯＭの物理構成図である。
【図５】同上、ＲＡＭにおけるチャネル、一時共有データファイルの管理情報、及び一時ファイルデータの論理構成を示す図である。
【図６】本発明の方法例に係るディレクトリの選択手順を示すフローチャートである。
【図７】同上、鍵の照合手順を示すフローチャートである。
【図８】同上、データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。
【図９】同上、一般データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。
【図１０】同上、一般データファイルからの共有レコード読み出し手順を示すフローチャートである。
【図１１】同上、循環データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。
【図１２】同上、循環データファイルからの共有レコード読み出し手順を示すフローチャートである。
【図１３】同上、共有データファイルの読み出し手順を示すフローチャートである。
【図１４】同上、データファイルの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。
【図１５】同上、一般データファイルの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。
【図１６】同上、一般データファイルからの共有レコードの追記・書き換え手順を示すフローチャートである。
【図１７】同上、循環データファイルの書き換え手順を示すフローチャートである。
【図１８】同上、循環データファイルからの共有レコード書き換え手順を示すフローチャートである。
【図１９】同上、共有データファイルの書き換え手順を示すフローチャートである。
【図２０】同上、循環データファイルの追記手順を示すフローチャートである。
【図２１】同上、循環データファイルからの共有レコード追記手順を示すフローチャートである。
【図２２】同上、共有データファイルの追記手順を示すフローチャートである。
【図２３】同上、共有データファイルの循環レコードの追記手順を示すフローチャートである。
【符号の説明】
α…ＩＣカード
β…リーダライタ
γ…情報処理端末
１…ＩＣチップ
２…アンテナ
１１…ＣＰＵ
１２…ＲＯＭ
１３…ＲＡＭ
１４…ＥＥＰＲＯＭ
１５…ＲＦ部
ｄ０…ディレクトリ（ルートディレクトリ）
ｄ１，ｄ２，ｄ３…ディレクトリ
ｆ１，ｆ２…一般データファイル
ｆ３ａ…循環データファイル
ｆ３ｂ…共有データファイル
ｋ１，ｋ２，ｋ３…鍵ファイル[0001]
BACKGROUND OF THE INVENTION
The present invention relates to a memory management method in an IC card and an IC card (IC: Integrated Circuit), and more particularly, to an ISO standard (ISO: International Organization for Standardization) file structure and command in an IC card incorporating a nonvolatile memory. The present invention relates to a memory management method in an IC card for writing to a data area shared by a plurality of files while maintaining the same, and an IC card used directly for the implementation.
[0002]
[Prior art]
The IC card is mainly equipped with a nonvolatile memory such as an EEPROM (Electronically Erasable and Programmable Read Only Memory) and a flash memory, and a rewrite unit (hereinafter referred to as a block) of the nonvolatile memory is several tens of bytes or more. The processing time required for rewriting is about several tens of milliseconds.
[0003]
The IC card has a file structure capable of holding a plurality of files defined by ISO / IEC 7816-4 (ISO: International Organization for Standardization / IEC: International Electrotechnical Commission). Data included in the file and information for management are arranged regardless of the block boundary.
[0004]
[Non-patent literature]
ISO / IEC 7816-4: 1995, “Identification cards-Integrated circuit (s) cards with contacts-Part 4: Interindustry commands for interchange”
[0005]
Furthermore, from the viewpoint of compatibility with the IC card that can be mounted on the IC card and the compatibility, the instructions stipulated in the international standard are often processed only for a small number of files or a small number of management information. I was going.
[0006]
In an application using an IC card having such properties, from the viewpoint of data properties and security, the data to be held is divided into a plurality of files and held in the IC card. By executing this command, a plurality of files can be read, written, appended, or verified, and data required for the application can be read, rewritten, appended, or authenticated / verified.
[0007]
As a form of use of an IC card, it is increasingly used for settlement of shopping at tickets for transportation, tickets for concerts, convenience stores, and the like. At that time, in order not to make the IC card user wait, it is desired to perform reading / writing processing of the memory of the IC card in as short a time as possible and to finish this processing promptly.
[0008]
Therefore, in the past, the part where the data was written was not rewritten as much as possible, the file management method not to be distributed to multiple blocks, the special command to rewrite multiple files at once, There has been a method of shortening the processing time by adjusting the characteristics to shorten the data erasing time.
[0009]
[Problems to be solved by the invention]
However, in order to perform memory read / write processing in a conventional IC card, it is necessary to execute a plurality of instructions and operate a plurality of files. Therefore, a plurality of blocks arranged in a distributed manner are rewritten, and a long processing time is required. It was necessary.
[0010]
In particular, in the case of a non-contact IC card, it is assumed that the power supply is cut off during writing. In such a case, a process for safely returning the data in the IC card to the state before writing (hereinafter referred to as writing guarantee). However, in order to realize this write guarantee function, more rewrite processing such as duplication of data is required, which is one of the causes of an increase in processing time.
[0011]
Furthermore, specialization of commands and file structure is necessary for the introduction and maintenance of the system because it is not compatible with conventional IC cards and other IC cards and requires special hardware. There is a disadvantage that the cost is high.
[0012]
Here, the main objects to be solved by the present invention are as follows.
[0013]
In other words, the first object of the present invention is to enable high-speed processing by shortening the processing time required for writing to and reading from an IC card while using instructions compatible with international standards and industry standards. A memory management method for an IC card and an IC card are provided.
[0014]
A second object of the present invention is to provide a memory management method for an IC card and an IC card that realizes a file writing guarantee while minimizing an increase in processing time in a non-contact IC card. It is.
[0015]
A third object of the present invention is to increase the processing time of an IC card in a conventional IC card that has already been distributed to users by simply adding a program to a nonvolatile memory on the IC card. A memory management method for an IC card and an IC card are provided.
[0016]
Other objects of the present invention will become apparent from the specification, drawings, and particularly the description of each claim.
[0017]
[Means for Solving the Problems]
First, in the method of the present invention, in solving the problem, a read, rewrite or append execution command with a file identifier and a record number as arguments is received and identified by the record number held by the data file. Referring to the shared record of the shared data file having the same record length as the above records, the data recorded in the referenced record can be read, rewritten, or appended according to the execution instruction. The characteristic configuration method of managing the data file is taken.
[0018]
On the other hand, in the device of the present invention, in order to solve the problem, a plurality of records that are arranged with the same length and can be identified by the record numbers are stored and held with the respective identifiable file identifiers. A memory, file reference means for referring to the shared record in the shared data file, which is the other data file having the same record length as the record in the data file, as actual data of the data file, and the file identifier Execution instruction processing means for receiving a read, rewrite or append execution instruction for the data area identified from the record number and executing the corresponding read, rewrite or append execution instruction according to the execution instruction; The characteristic constituent means is provided.
[0019]
More specifically, in order to solve the problem, the present invention achieves the above-mentioned object by adopting a novel characteristic configuration method and means ranging from the superordinate concept to the subordinate concept listed below. Is done.
[0020]
In other words, the first feature of the method of the present invention is applied to an IC card incorporating a non-volatile memory having a plurality of bytes as a rewrite unit, and each data file with an identifiable file identifier is held. And a memory management method for referring to a shared record included in a shared data file from the record held by the data file when referring to a record that is arranged in the memory with the same length and can be identified by a record number. In the IC card, an execution command for reading, rewriting or appending with the file identifier and the record number as arguments is received, and the one or more identified by the record number held by the data file A shared record of the shared data file having the same record length as the record In the IC card, the data file is managed so that the data recorded in the shared record referred to can be read, rewritten or additionally written corresponding to the execution instruction. The configuration of the memory management method is adopted.
[0021]
The second feature of the method of the present invention is that the reference to the shared record of the shared data file in the first feature of the method of the present invention is used as the reference destination for each record held in the data file. When the reference management information for storing the record identifier indicating the set record sharing state is stored so that it can be updated as needed, and the record is set to the record sharing state with the shared record as the reference destination from the record identifier Furthermore, the configuration of the memory management method in the IC card, which refers to the corresponding shared record as the data of the record, is employed.
[0022]
According to a third feature of the method of the present invention, the execution of the reading, rewriting or appending in the second feature of the method of the present invention is set in the reference management information as the reference destination of the record. The file identifier of the shared data file and the record number of the shared record of the reference destination are stored, and when the reference management information of the record indicating the shared record state is read, A configuration of a memory management method in an IC card, in which reading, rewriting or appending corresponding to the execution instruction is executed on the shared record of the shared data file identified from the file identifier and the record number. .
[0023]
According to a fourth feature of the method of the present invention, the access right to the record is managed together with the execution of the reading, rewriting or appending in the second or third feature of the method of the present invention in the reference management information. Access right information is stored, and when the reference management information of the record indicating the shared record state is read, the execution instruction received earlier is read based on the access right information. A configuration of a memory management method in an IC card, in which the access right to the record is confirmed, and only when the access right is satisfied, reading, rewriting or appending corresponding to the execution instruction for the record is executed It is in.
[0024]
A fifth feature of the method of the present invention is that the record reference in the first, second, third, or fourth feature of the method of the present invention is referred to in advance, the plurality of data files are stored in the IC card. Channel management in which the directory identifier of the directory to which the data file selected and designated as the target of the execution instruction belongs can be identified by a channel number. When the channel number, the file identifier, and the record number are received, the directory identifier is read from the channel management information specified by the channel number, and is updated as needed. Before belonging to the directory specified by The data file, identified from the file identifier from the data file, comprising with reference to the record specified by the record number, in the configuration adopting the memory management method in the IC card.
[0025]
According to a sixth feature of the method of the present invention, the execution of the execution instruction received together with the execution of the reading, rewriting or appending in the fifth feature of the method of the present invention is managed in the channel management information. Security status information is stored so as to be retained until the channel management information is updated, and when the channel management information is read, the access right information and the security of the record that is the target of the execution instruction are stored. It is in the configuration action of the memory management method in the IC card, in which the access right to the record is confirmed from the status information and the execution instruction is executed only when the access right is satisfied.
[0026]
A seventh feature of the method of the present invention is that the management of the data file in the first, second, third, fourth, fifth or sixth feature of the method of the present invention can be identified by a block group number 2 The block group specified by the latest block group number and the block group number is assigned to the data file composed of the above block groups in ascending order from the newly updated block group. When the execution command is received by holding the number and the block group length as data file management information for each data file, the data file management information of the data file to be executed is read and the execution is executed When the instruction is the read instruction,
(Latest block group number -1) x block group length
Calculating the storage position of the latest block group obtained by the above and executing reading of the latest block group recorded in the storage position, while the execution instruction is the rewrite instruction,
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} × block group length
To calculate the storage position of the oldest block group obtained by the above, execute rewriting of the oldest block group recorded in the storage position, and the latest block group number of the data file management information,
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} +1
The configuration of the memory management method in the IC card, which is updated to the value calculated by the above.
[0027]
The eighth feature of the method of the present invention is that the management of the data file in the seventh feature of the method of the present invention is the same as the data file management information having two generation numbers is retained for each data file. A different value is set as an initial value of the generation number of each of the two data file management information based on the data file. On the other hand, when reading out the data file management information, the data file management information having a large generation number On the other hand, when the data file management information is updated, the data file management information with the lower generation number is detected as the update target, and the generation of the data file management information with the higher generation number is included. An IC card that has a value greater than the number set as the updated generation number In the configuration adoption of the definitive memory management method.
[0028]
The ninth feature of the method of the present invention is that the management of the data file in the seventh or eighth feature of the method of the present invention is the same as that of the record at the top of the data file when the data file is created. General data file with sequential record structure numbered in ascending order from the beginning, and circular data file with circular record structure numbered in ascending order from the newly updated record number and the record length is constant for each file When the data file is managed separately and the shared data file that holds the shared record set as the reference destination of the one cyclic data file and the required general data file is referred to, The data file has multiple records set in the record sharing state of the general data file, The block group having the shared records in which one record set in the record sharing state of the circular data file is arranged in a specific order is retained for the total number of records of the circular data file, and the channel When the execution command for the additional recording is received together with the number, the additional recording data, the record number, and the file identifier of the shared data file, if the data file based on the recording number is the general data file, the latest block Calculating the storage position of the group, and performing the additional recording using the additional recording record for the block group of the storage position, while the data file based on the channel number is the circular data file, The storage position of the oldest block group is calculated, and the block at the storage position is calculated. And executes the write once by the additional data with respect to the group, consisting performs update processing of the block group number, in the configuration adopting the memory management method in the IC card.
[0029]
According to a tenth feature of the method of the present invention, the management of the data file in the ninth feature of the method of the present invention is executed. When the read by the read execution instruction fails, the oldest block group is read. Then, when the data area is updated by the execution instruction, the oldest block group is read in advance,
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} × block group length + 1
The memory management method in the IC card adopts the configuration in which the read block group is duplicated in the area specified by the storage position obtained by the above.
[0030]
On the other hand, the first feature of the device of the present invention is an IC card incorporating a non-volatile memory having a plurality of bytes as a rewrite unit, and a plurality of records arranged with the same length and identifiable by record numbers. The memory for storing and holding data files each having an identifiable file identifier, and the shared record in the shared data file having the same record length as the record in the data file. From the data file reference means to be referred to as, the file identifier and the record number, read, rewrite or append execution instructions for the data specified by the data file reference means, and according to the execution instructions Executing the corresponding read, rewrite or append execution instructions Formed by including an instruction processing unit, and in the configuration adopting IC cards.
[0031]
The second feature of the device of the present invention is that the data file in the first feature of the present device is a record sharing set by the data file reference means as the reference destination for each record held The IC card configuration employs reference management information that indicates the status and stores record identifiers that can be updated as needed.
[0032]
According to a third feature of the device of the present invention, the reference management information in the second feature of the device of the present invention includes the file identifier of the shared data file at the reference destination and the record number of the shared record at the reference destination. And adopting a configuration of an IC card.
[0033]
According to a fourth feature of the device of the present invention, the reference management information in the second or third feature of the device of the present invention includes access right information stored so as to be able to confirm whether or not to permit access to the record. IC card configuration adopted.
[0034]
A fifth feature of the device of the present invention is that the memory in the first, second, third or fourth features of the device of the present invention is assigned the data file and a unique directory identifier in the IC card. The directory identifier and the channel number assigned to be identifiable are maintained and maintained until the other directory identifier is received together with the same channel number and updated. Thus, the IC card is configured to have memory management means for holding channel management information indicating the selection status of the directory to which the data file belongs.
[0035]
The sixth feature of the device of the present invention is that the channel management information in the fifth feature of the device of the present invention continues to hold security status information for managing whether or not the execution instruction can be executed until the channel management information is updated. Thus, the configuration of the IC card is adopted.
[0036]
A seventh feature of the device of the present invention is that the execution instruction processing means in the first, second, third, fourth, fifth, or sixth feature of the device of the present invention is connected to the memory management means in a block group. The latest block group number assigned in ascending order from the newly updated block group of the data file consisting of two or more block groups that can be identified by numbers, and the block group specified by the block number While holding the data file management information that holds the number and the block group length for each file, and when receiving the execution command, using the data file management information of the data file that is the target of the execution command,
(Latest block group number -1) x block group length
Processing means for calculating the storage position of the latest block group by
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} × block group length
When the processing means for calculating the storage position of the oldest block group according to the above and the data area of the file are updated,
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} +1
And a processing unit that updates the latest block group number to the value calculated by the above-described method.
[0037]
The eighth feature of the device of the present invention is that the data file management information in the seventh feature of the device of the present invention has two generation numbers and is retained for each data file, and is based on the same data file. A different value is set as the initial value of the generation number of each of the two file management information, and the data file management information having a smaller generation number is larger than the generation number of the other data file management information. The IC card configuration is adopted in which values are set as new generation numbers and sequentially updated.
[0038]
The ninth feature of the device of the present invention is that the memory management means in the seventh or eighth feature of the device of the present invention is assigned as the data file in ascending order from the first record fixed at the time of data file creation. A general data file having a sequential record structure, a circular data file having a circular record structure in which the record length is fixed for each data file and is assigned in ascending order from the newly updated record number; The sharing comprising: a plurality of records set as the reference destination of the general data file and set in the record sharing state of the general data file; and one record set in the record sharing state of the circular data file The block group having records is retained for the total number of records of the circular data file. A data file, and as the data file management information of the shared data file, the latest data assigned in ascending order from the newly written block group equal to the record number assignment order of the circular data file The IC card has a configuration in which a block group number, the number of block groups, the block length, and the circular record number corresponding as a reference destination by the data file reference means are provided.
[0039]
According to a tenth feature of the device of the present invention, the memory management means in the ninth feature of the device of the present invention holds the number of block groups as the number of records in the circular data file + 1, and the execution command processing means When the block group is updated, the block group read before the update by the processing means for calculating the storage position of the oldest block group,
{(Latest block group number + number of block groups−2) mod number of block groups} × block group length + 1
The IC card configuration is constructed such that the function is constructed so that the block group is copied to the storage position calculated by.
[0040]
DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION
DESCRIPTION OF EMBODIMENTS Hereinafter, embodiments of the present invention will be described with reference to the accompanying drawings, and an example of a method embodied based on the apparatus will be described in order.
[0041]
(Example of equipment)
First, FIG. 1 is a functional configuration diagram of an IC card according to an example of an apparatus of the present invention, and a functional configuration diagram of a reader / writer and an information processing terminal for operating the IC card.
[0042]
As shown in the figure, the IC card α according to the present apparatus example includes an IC chip 1 for obtaining a functional configuration of the IC card α and an external IC card α when the IC card α functions as a non-contact type. And an antenna 2 for performing wireless communication with the reader / writer β. Further, the reader / writer β is connected to the information communication terminal γ and configured to be able to input and output various data with the IC card α.
[0043]
Here, the reader / writer β has a function of communicating with the IC card α and the information processing terminal γ, and a function of transmitting and receiving data for actually communicating with the IC card α wirelessly.
[0044]
The information processing terminal γ is composed of a personal computer, a workstation, and the like, executes various programs for obtaining the functions of the IC card α and the reader / writer β, and inputs and outputs various data along with the execution of these programs. In addition, the program, data that does not need to be rewritten, data stored when the program is executed, and functions of an external input unit and an external output unit are provided.
[0045]
Further, the IC chip 1 of the IC card α implements various communication processes, data file reference means in the memory to be described later, and execution instructions for reading, rewriting or appending data files in order to realize the functions of the IC card α. A CPU 11 (CPU: Central Processing Unit) is provided as execution command processing means for receiving and inputting / outputting in accordance with the execution command.
[0046]
Further, in the IC chip 1, a ROM 12 (ROM: Read Only Memory) for holding the above program and data that does not need to be rewritten as a memory for storing and holding the data file, and data generated upon execution of the program are stored. Equipped with RAM 13 (RAM: Random Access Memory) for temporary storage and EEPROM 14 (EEPROM: Electronically Erasable and Programmable Read Only Memory) for additionally storing data generated during program execution The reader / writer β includes an RF unit 15 for communication using radio signals.
[0047]
The EEPROM 14 shown in this apparatus example has, for example, a 64-byte rewrite unit (hereinafter referred to as a block), and even when only 1 byte is rewritten, it is necessary to rewrite all 64 bytes.
[0048]
The IC card α employed in this apparatus example is shown as communicating with the reader / writer β by a non-contact method. However, the connection form of the IC card α and the reader / writer β is wired (online) as an electrical connection. Communication may be performed by a contact method using the method of
[0049]
Next, FIG. 2 is a diagram showing a data file structure adopted in the EEPROM according to this apparatus example.
As shown in the figure, in the IC card α, for example, directories d0, d1, d2, and d3 (root directory d0) are used, and data files f1, f2, f3a, and f3b belonging to the directories d1, d2, and d3, respectively. In addition, tree structures are set and managed in the key files k1, k2, k3, and the like. For example, a data file f1 and a key file k1 exist in the directory d1.
[0050]
Here, the data files f1, f2, f3a, and f3b have a record structure and store data for managing applications. The key files k1, k2, and k3 store key information for controlling the access rights of the data files f1, f2, f3a, and f3b. Further, the data files f1 and f2 are constituted by a general data file format, f3a is constituted by a circular data file format, and f3b is constituted by a shared data file format.
[0051]
The general data file format (hereinafter referred to as general data files f1 and f2) is a data file format in which the record position is fixed, and the circular data file format (hereinafter referred to as circular data file f3a) is a record position and an additional record. A file format and a shared data file format (hereinafter referred to as a shared data file f3b) that are rearranged in order from the newest one are virtually combined with records of a plurality of general data files f1 and f2 and one circular data file f3a. One file.
[0052]
Each record of the shared data file f3b (hereinafter referred to as a shared record) includes, for example, the shared records 1 and 2 are the records 1 and 2 of the general data file f1, the shared record 3 is the record 3 of the general data file f2, and the shared record 4 is shared with the latest record of record 3 of the circular data file.
[0053]
Next, FIG. 3 is a diagram showing a logical configuration of directory and data file management information in the EEPROM according to this apparatus example. The data file applied in the IC card α according to the present apparatus example includes data area data in which actual data is stored and a file management area. First, the data file management information managed in the data file management area is described in detail. Explained.
[0054]
First, as shown in FIG. 5A, in this apparatus example, directories d0, d1 (ID = 0101h), d2 (ID = 0102h), and d3 (ID = 0103h) are directory management information for each directory. Is stored in the EEPROM 14 which is a non-volatile memory, for example, “01h” which is a 1-byte type (“h” represents hexadecimal notation, the same applies hereinafter), a 2-byte directory ID “0101h”, and a 2-byte affiliation It consists of a file address “XXXXh” and a 2-byte next directory address “XXXXh”. An arbitrary address is set for “XXXXh”, and the same applies to the following description.
[0055]
Here, the type indicates the type of management information. For example, “01h” is set as a type that uniquely indicates directory management information. The directory ID indicates an identifier of a directory that can be individually identified in the IC card. The belonging file address is one head address of a group of files belonging to this directory. The next directory address is the head address of management information indicating the next directory.
[0056]
Next, FIG. 4B shows general data file management information held in the EEPROM 14 for managing the general data files f1 and f2. The general data files f1 and f2 hold and manage data used in the application. For example, as general data file management information, a file ID that is a 2-byte identifier that does not overlap with other data files in the same directory d1. “0001h” is assigned.
[0057]
The general data files f1 and f2 are composed of a set of records having a fixed length and a fixed total number of records for each data file. Each record is a 1-byte record identifier (hereinafter referred to as a tag) excluding “00h” as reference management information. A record number having a data length of 1 byte and data contents, and a record number starting from 1 is fixedly allocated with 1 byte in order from the top.
[0058]
Further, the general data files f1 and f2 are, as general data file management information for each data file, 1-byte type “02h”, 2-byte file ID “0001h”, 2-byte data address “0000h”, 1 Byte record number “05h”, 1 byte record length “10h”, 2 byte security attribute “00000001b” (“b” represents binary notation, the same applies hereinafter), and 2 byte next file address.
[0059]
The type “02h” indicates the type of management information, and here indicates general data file management information. The file ID “0001h” indicates, for example, an identifier of a data file that is given so that there is no duplication in the directory and the data file can be individually identified. The data address “0000h” is the head address of the data block group in which the data of the general data file f1 is stored.
[0060]
The record number “05h” is the total number of records that can be held in the general data file f1, and the record length “10h” is the length of the record to be held. The security attribute “00000001b” is file access right management data for enabling access determination in combination with a security status described later. The next file address “XXXXh” is the head address of the next file management information belonging to the same directory d1, for example. Here, if the own data file, for example, the general data file f2 is the last, “FFFFh” is stored.
[0061]
Next, FIG. 5B shows management information of the circulating data file f3a in this apparatus example. The circular data file f3a retains and manages data used by the application, and is given a file ID, for example, “0004”, which is a 2-byte identifier that does not overlap with other data files in the same directory d3, for example.
[0062]
Here, the circular data file f3a is composed of a set of records having a fixed length and a fixed total number of records set for each data file. Each record consists of a 1-byte tag excluding “00h”, 1-byte data length, and data contents as reference management information, but the record of the circular data file f3a is 1 byte in order from the newest one. Record numbers starting with are dynamically allocated.
[0063]
In addition to the management information “02h” of the general data files f1 and f2, a 2-byte circulation start record such as “FFh” is added to the management information of the circulating data file f3a. The type of the circulating data file is “03h”. The circulation start record number “FFh” indicates what number among the plurality of records in the secured data block group is the newest record. The circulation start record number when this circulation data file f3a is shared with other data files is set to “FFh”.
[0064]
On the other hand, FIG. 3D shows management information of the shared data file f3b. The shared data file f3b is used when accessing a plurality of data files at once. For example, in the same directory d3, a file ID that is a 2-byte identifier that does not overlap with other data files f3a,... Is assigned as “0004h”, for example.
[0065]
Each record is composed of a shared record that is referred to by a record of a specific general data file f1, f2 or circular data file f3a. However, the lengths of the records to be referred to are all equal, and the number of circular data files f3a that refer to one shared data file f3b is limited to one. Each record consists of a 1-byte tag excluding “00h” as reference management information, a 1-byte data length, and data contents, and the record number is expressed in 1 byte from the beginning, starting from 1 and fixed. Allocated to
[0066]
Furthermore, specific record numbers are assigned to specific records in the general data files f1 and f2, and records in the cyclic data file f3a are assigned to one specific record number.
[0067]
Here, two pieces of shared data file management information are held in a continuous memory area, and the contents are one-byte circular records in addition to those used in the management information of the general data files f1 and f2. Number “04h”, 1-byte circular start block group number “01h”, 1-byte circular record number “03h”, 2-byte block group length “0040h”, 2-byte generation number “0002h”, and each record In addition, 2-byte security attributes “00000001b”, “00000001b”, “00000010b”, “00000100b”, which are paired with 2-byte directory IDs “0101h”, “0101h”, “0102h”, “0103h”. It consists of.
[0068]
The shared data file type is, for example, “04h” and “05h”. The circular record number “04h” indicates the record number of the shared data file corresponding to the circular data file f3b, the circular start block group number “01h” indicates the number of the block group including the newest record of the circular data file f1b, The number of circulating records “03h” indicates the number of circulating records.
[0069]
Further, two of the stored circular data file management information indicates that the larger generation number is the new management information, and the directory IDs “0101h”, “0101h”, “0102h”, “0103h” being referred to Indicates the directory IDs of the directories d1, d2, and d3 to which the data files shared in each record belong. Similarly, the security attributes “00000001b”, “00000001b”, “00000010b”, and “00000100b” are data shared in each record. Indicates the security attribute of the file.
[0070]
FIG. 4E shows the management information of the key files k1, k2, and k3. The key files k1, k2, and k3 are used to control access rights. For example, the key file k1 is assigned “0011h”, which is a 2-byte identifier that is not duplicated in the same directory d1, as a file ID. The The key files k1, k2, and k3 have key classifications that can create 16 different keys.
[0071]
The management information of the key file k1 includes 1-byte type “06h”, 2-byte file ID “0011h”, 2-byte data address “0050h”, 1-byte key length “10h”, and 1-byte key classification. It consists of “01h” and a 2-byte next file address “XXXXh”.
[0072]
Here, the type indicates the type of the data file management information, and the type of the key files k1, k2, and k3 is 06h. The data address “0050h” indicates the address of the data block group in which the key content is held, and the key length “10h” indicates the number of bytes of the key length to be held. The key classification includes 16 types of “01h” to “10h”, and the next file address “XXXXh” is the head address of the management information of the next data file belonging to the same directory d1.
[0073]
Next, FIG. 4 is a physical configuration diagram of the EEPROM according to this apparatus example.
First, as shown in the figure, the directories d1, d2, and d3, the data files f1, f2, f3a, and f3b and the key files k1, k2, and k3 are divided into data areas in which real data is held in the EEPROM 14, It consists of a management information area for holding each management information.
[0074]
As shown in the figure, for example, the data of the data files of the files in each directory are, from the lowest order, the directory d1 is “0000h” to “005Fh”, the directory d2 is “0060h” to “00CFh”, and the directory d3. Are arranged in “00D0h” to “023Fh”, and the pieces of management information are arranged in order from the top.
[0075]
Here, the records of the general data files f1 and f2 and the circular data file f3a are held in the data area and the management information area of the directories d1 and d2, respectively, and the records are stored in order from the lower address. The storage format consists of a tag, length, and data.
[0076]
Here, when the record including the reference management information of the general data files f1 and f2 is set in the record sharing state with the shared record stored in the shared data file f3b as a reference destination, the tag becomes “00h”. In the data, the first and second bytes are the directory ID “0103h” where the reference destination file is located, the third and fourth bytes are the reference destination file ID “0004h”, and the fifth byte is the reference destination record number “0001h”, “0002h” or “ 0003h "is stored.
[0077]
In addition, when the record of the circular data file f3a refers to the shared record stored in the shared data file f3b, the tag of the record physically located at the top is “00h”, and the data has the first and second bytes. The directory ID “0103h” in which the reference destination file exists, the third and fourth bytes become the reference destination file ID “0004h”, and other records are ignored.
[0078]
Further, the shared data file f3b has a record length of 16 bytes (10h) and a block length of 64 bytes (40h). Therefore, the data area of the shared data file f3b includes four block groups. Here, as the records 1, 2, 3, and 4 in order from the top of each block of the shared data file f3b, the records that are similarly configured for the general data file f1, f2 and the circular data file f3a are sequentially recorded from the top to the record 1, Called 2, ...
[0079]
Thereby, the shared record 1 and the shared record 2 in the data area of the shared data file f3b are the record 1 and the record 2 of the general data file f1 (file ID = 0001h), and the shared record 3 is the general data file f2 (file Record 3 and shared record 4 with ID = 0002h are referenced from each of the circular data file f3a (file ID = 0003h).
[0080]
Subsequently, the data area of the shared data file f3b is managed by configuring a plurality of continuous block groups. The block group described here is a memory area that holds the contents of each referenced record. For example, the block group is an area that is allocated from the lower boundary to the higher address starting from the block boundary.
[0081]
Here, assuming that the block length is “BlockSize”, the record length is “RecLen”, and the number of records (total number of records) is “RecNum”, the length “BlockLen” of the block group is
BlockLen = BlockSize × {(RecLen × RecNum)% BlockSize}
It is. However, X% Y is a value obtained by rounding up a value obtained by dividing X by Y.
[0082]
The shared data file f3b is managed using a plurality of block groups of the number of records of the circular data file f3a + 1 referring to this block group plus one. Each record of the general data files f1 and f2 is assigned to each block group in order from the lower order according to the record number.
[0083]
Further, the position where the record of the cyclic data file f3a is held is one record at a time according to the record number of the cyclic data file f3a referred to, with the block group starting from the circulation start block group number as the block group corresponding to the first record. It is assigned to each block group, and in the individual block group, it is assigned according to the record number referred to.
[0084]
Further, the data area of the shared data file f3b is composed of four block groups obtained by adding 1 to the number of records 3 of the circular data file f3a, and the starting record number of the circular data file f3a is 1. Each record of the circular data file f3a is assigned in order from the first block group of f3b, and the remaining one block group (here, the fourth last block group) is used for backup.
[0085]
Next, FIG. 5 is a diagram illustrating a logical configuration of a channel, management information of the temporary shared data file, and temporary file data in the RAM according to the present apparatus example. As shown in the figure, the IC card α applied to this apparatus example has a plurality of environments for holding access rights called channels as memory management means, and a directory, security for each channel held on the RAM 13. Functionally configured to manage state.
[0086]
First, as shown in FIG. 2A, the channel management information is composed of a 2-byte directory ID, a 2-byte directory address, and a 2-byte security status. The directory ID “0101h” is the ID of the directory d1 that is currently stored and held as the channel, and is held updatable. The directory address “XXXXh” indicates the head address of the management information of the directory d1 that is also stored in this channel. The security status “00000000b” indicates the security state in this channel.
[0087]
Further, the RAM 13 holds the temporary shared data file management information shown in FIG. 7B and the temporary file data shown in FIG. The temporary shared data file management information is used as a buffer when rewriting data in the management information, and the temporary file data is configured to be used as a buffer when rewriting a block group.
[0088]
(Example method)
Subsequently, in the IC card α configured as described above, the access right control method set for each of the data files f1, f2, f3a, f3b, the directory selection selection procedure for selecting the directories d1, d2, d3, A key collation procedure using the key files k1, k2, and k3 and a reading procedure of the data files f1, f2, f3a, and f3b will be described in order.
[0089]
First, the IC card α according to the present embodiment uses the security attribute held for each data file f1, f2, f3a, f3b, the security status held for each channel, and the key classification held for each key file. Access control to the files f1, f2, f3a, and f3b is performed.
[0090]
The security attributes held for each of the data files f1, f2, f3a, and f3b indicate which key is used for access, while the security status set for each channel is used for checking which key is currently used. Indicates whether or not. For example, if the key of the key classification “01h” is collated, the corresponding bit of the security status is set to “1” and becomes “00000001b”.
[0091]
In this state, when accessing the data file f1 having the security attribute “00000001b”, the logical product of the security status “00000001b” and the security attribute “00000001b” is calculated, and the result becomes “00000001b”. Judge that it is possible.
[0092]
In this state, when the data file f2 having the security attribute “00000010b” is accessed, the result of the logical product is “00000000b”. According to the security status and the key file, access control to the data files f1, f2, f3a, and f3b becomes possible.
[0093]
Next, FIG. 6 is a flowchart showing a directory selection procedure according to the method example of the present invention. A procedure for selecting directories d1, d2, and d3 for storing various data files will be described with reference to FIG.
[0094]
The IC card α according to this method example is a host device, for example, a directory selection command having a 1-byte channel number (hereinafter referred to as Ch) and a 2-byte directory ID (hereinafter referred to as DirID) as an argument from the information processing terminal γ. Receive.
[0095]
Upon receiving the directory selection command, the IC card α sequentially follows the directory d2,... From the next directory address “XXXXh” in the management information of the directory d1, which is the first directory, so that the directory ID in the directory management information is changed. Directory management information equal to the received argument “DirID” is searched (ST1).
[0096]
After ST1, the detection of the directory ID matching “DirID” is confirmed (ST2). If the desired directory ID is not detected, the information processing terminal γ is notified of the abnormal termination of the directory designation error by the reader / writer β. (ST3) to finish. If a directory ID matching the argument “DirID” is detected in ST2, the head address of the directory management information is substituted into “DirAddr” (ST4).
[0097]
When “DirAddr” is written in the directory address in the channel management information specified by the argument “Ch” (ST5) and “DirID” is written in the directory ID (ST6), and all the processes are normally completed, it is normal. An end response is transmitted to the information processing terminal γ (ST7), and the directory selection process ends.
[0098]
Next, FIG. 7 is a flowchart showing a key verification procedure according to the present method example. The IC card α applied in this method example has a 1-byte channel number “Ch” as an argument, a 2-byte key file ID (hereinafter referred to as KeyID), a multi-byte key content (hereinafter referred to as KeyValue), and a 1-byte key. Is received from the information processing terminal γ, which is the host device, via the reader / writer β.
[0099]
Therefore, first, as shown in the figure, the directory ID in the channel management information specified by “Ch” is assigned to “DirID”, the directory address is assigned to “DirAddr”, and the security status is assigned to “SS”. (ST11). Reads the directory management information starting from the assigned “DirAddr” address, traces the file address in the directory management information, and has the file ID equal to “KeyID” and the type is “06h”. (ST12).
[0100]
After ST12, it is confirmed whether or not a key file has been detected (ST13). If not detected, an abnormal response of a key file ID specification error is transmitted to the host device (ST14). Exit. On the other hand, when a desired key file is detected, the head address of the key file management information is substituted into “KeyAddr” (ST15).
[0101]
The data address in the key file management information starting from the address specified by “KeyAddr” is substituted for KeyValue ′ (ST16), and “KeyValue” received from information communication terminal γ and “KeyValue ′” are equal to each other. For example, it is confirmed from the length of “KeyLen” (ST17).
[0102]
When “KeyValue” and “KeyValue ′” are not equal, a key content mismatch abnormal end response is transmitted to the information communication terminal γ as a key verification mismatch (ST18), and the key verification processing is terminated. On the other hand, when “KeyValue” and “KeyValue ′” are equal, the key classification in the key file management information starting from the address of “KeyAddr” is set as “KeyKind” (ST19).
[0103]
Further, the “KeyKind” bit of “SS” received earlier as an argument is replaced with “1” (ST20). When all of the processing ends normally until ST20, a normal end response is transmitted to the information communication terminal γ, which is a higher-level device, via the reader / writer β (ST21), and the key verification processing ends.
[0104]
Next, FIG. 8 is a flowchart showing a data file reading procedure according to the present method example. A procedure for reading each data file f1, f2, f3a, f3b will be described with reference to FIG.
First, the IC card α applied in this method example has a 1-byte channel number “Ch”, a 2-byte data file ID (hereinafter referred to as FileID), and a 1-byte record number (hereinafter RecNo) as arguments. The read command is received from the host device information communication terminal γ.
[0105]
The directory ID in the channel management information specified by the received “Ch” is assigned to “DirID”, the directory address is set to “DirAddr”, and the security status is assigned to “SS” (ST31), and specified by “DirAddr”. The data file management information is sequentially traced from the affiliation file address stored in the directory management information starting from the address, and the type is “02h”, “03h”, “04h” or “05h” and the file ID is equal to the FileID. Search for data file management information (ST32).
[0106]
After ST32, it is confirmed whether or not data file management information has been detected (ST33). If not detected, a file ID designation error abnormal termination response is transmitted to the information communication terminal γ to read the data file. Terminate the process. On the other hand, when the desired data file management information is detected, the head address of this data file management information is set to “FileAddr” (ST35).
[0107]
Furthermore, the type in the data file management information specified by “FileAddr” is set to “FileKind” (ST36). First, the value assigned to “FileKind” is “02h” indicating the general data files f1 and f2. It is confirmed whether or not there is (ST37). If “FileKind” is “02h”, the corresponding general data file f1 or f2 is read (ST38).
[0108]
If the value of “FileKind” is not “02h”, it is further checked whether it is “03h” indicating the circulating data file f3a (ST39). If it is “03h”, reading of the circulating data file f3a is performed. Processing is performed (ST40), and if it is not “03h” indicating the circulating data file f3a, it is continuously checked whether “FileKind” is “04h” or “05h” (ST41).
[0109]
If this “FileKind” is “04h” or “05h” set as the type of the shared data file f3b, the shared data file f3b is read (ST42), and “FileKind” is more than “02h” to If none of “05h” is applicable, an abnormal termination is transmitted to the information processing terminal γ as a data file type designation error (ST43), and the reading process is terminated.
[0110]
Furthermore, the reading process of the general data files f1, f2, the circulation data file f3a, and the shared data file f3b performed in ST38, ST40, and ST42 will be described in order.
[0111]
FIG. 9 is a flowchart showing a general data file read procedure according to this method example. As shown in the figure, in executing the process of reading the general data files f1 and f2 in ST38, first, general data file management information starting with “FileAddr” is specified and stored in the general data file management information. The logical product of the assigned security attribute and “SS” into which the security status in the channel management information previously specified by “Ch” is assigned is calculated, and the result is assigned to “Ans” (ST51).
[0112]
After ST51, it is checked whether or not the result “Ans” of this logical product is “00000000b” (ST52). If “Ans” is “00000000b”, an access right error abnormal end is detected as an insufficient access right. The data is transmitted to the information processing terminal γ (ST53), and the general data file reading process is terminated.
[0113]
On the other hand, if the result of logical product “Ans” is not “00000000b” in ST52, the data address in the general data file management information specified by the address of “FileAddr” is “DataAddr”, and the record length is “RecLen”. Each is substituted (ST54).
[0114]
Subsequently, the address “RecAddr” of the record to be read is
RecAddr = DataAddr + RecLen × (RecNo−1)
(ST55), the first byte of the data starting from “RecAddr” is set as a “tag” (hereinafter referred to as “Tag”) (ST56), and it is confirmed whether or not this “Tag” is “00h”. (ST57).
[0115]
Here, when “Tag” is not “00h”, the data from “RecAddr” to “RecLen” as a normal record and the notification of normal completion of reading of the general data file are sent together to the information processing terminal γ. (ST58), the reading of the general data file is normally terminated.
[0116]
On the other hand, if “Tag” is “00h”, it is determined that the record is a reference from the shared data file f3b, and the record starting from the address specified by “RecAddr”, for example, from the third byte The fourth byte is a directory ID (hereinafter, LDirID) of the directory d3 to which the shared data file f3b belongs, the fifth byte and the sixth byte are the file ID (hereinafter, LFileID) of the shared data file f3b, and the seventh byte is the shared data file f3b. The reference destination record number (hereinafter referred to as LRecNo) (ST59).
[0117]
After ST59, the shared record is read from the general data file (ST60). The read process of the shared record from the general data file will be described in more detail below.
FIG. 10 is a flowchart showing a procedure for reading a shared record from a general data file according to this method example. ST60 will be described with reference to FIG.
[0118]
First, the directory management information having “LDirID” as the directory ID is searched in order from the next directory address in the directory management information having “DirAddr” as the head address, and the head address of the detected directory management information is “LDirAddr”. (ST61).
[0119]
Next, the affiliated file address in the directory management information starting with “LDirAddr” is traced, and the shared data file management information identified by the type “04h” or “05h” and the file ID “LFFileID” is searched. As a result, it is confirmed that the management information of the two shared data files has been detected (ST63).
[0120]
When only one shared data file management information is detected in ST63, the head address of the detected shared data file management information is set to “LFileAddr” (ST64). When the information is detected, the head address of the shared data file management information whose type is “04h” is “LFileAddr1”, and the head address of the shared data file management information whose type is “05h” is “LFileAddr2” (ST65). ).
[0121]
Next, the generation numbers in the two shared data file management information starting with “LFFileAddr1” and “LFFileAddr2” are compared, and the leading address of the larger management information is set to “LFFileAddr” (ST66), thereby “LFFileAddr”. Is determined.
[0122]
After “LFileAddr” is determined in ST64 or ST66, the data address in the shared data file management information having the address of “LFileAddr” as the head address is “LDataAddr”, the circulation start block group number is “LStartBlock”, and the record length Is “LRecLen”, the number of records is “LRecNum”, the block group length is “LBlockLen”, and the number of circular records is “LRRecNum” (ST67).
[0123]
Using the value substituted in ST67, first, the head address “LBlockAddr” of the latest block group is
LBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × (LStartBlock-1)
(ST68).
[0124]
Subsequently, the start address “LRecAddr” of the record indicated by the record number “LRecNo”
LRecAddr = LBlockAddr + LRecLen × (LRecNo−1)
(ST69)
[0125]
Here, it is confirmed whether or not a record having the address of “LRecAddr” obtained from ST69 can be actually read (ST70). If the record can be actually read, data from “LRecAddr” to “LRecLen” is checked. The data for the length is read, and the normal end notification is returned to the information processing terminal γ (ST71).
[0126]
On the other hand, when the record starting from “LRecAddr” obtained by calculation from the memory as real data cannot be read, the head address “LBBlockAddr” of the backup block group is set to
LBBlockAddr = LDataAddr + BlockLen × {(LSStartBlock + LRRecNum−1) mod (LRRecNum + 1)} is calculated and obtained (ST72).
[0127]
Furthermore, the start address “LRecAddr” of the record indicated by the record number “LRecNo”
LRecAddr = LBBlockAddr + LRecLen × (LRecNo−1)
(ST73).
[0128]
Read the data for the length of “LRecLen” from the record having the address of “LRecAddr” as the top address, send it to the information processing terminal γ together with the normal end notification, and respond (ST74). The record reading process ends.
[0129]
Next, FIG. 11 is a flowchart showing a procedure for reading a circular data file according to this method example. As shown in the figure, in executing the process of reading the circular data file f3a in the above-mentioned ST40, first, the security attribute in the data file management information starting with “FileAddr” and the first identified by “Ch” are shown. The logical product with the security status “SS” in the channel management information is calculated and the result is set to “Ans” (ST81).
[0130]
Next, it is confirmed whether or not “Ans” is “00000000b” (ST82). If it is “00000000b”, the information communication terminal γ responds with an abnormal termination of an access right error as an insufficient access right. (ST83), and the reading process of the circular data file is completed.
[0131]
On the other hand, if “Ans” is not “00000000b”, the circulation start record number in the circulation data file management information starting with “FileAddr” is set to “RecStart”, the data address is set to “DataAddr” (ST84), and this “RecStart” is set. Is not “FFh”, and if it is not “FFh”, the record length in the cyclic data file management information starting with “FileAddr” is set to “RecLen” and the number of records is set to “RecNum”. (ST86).
[0132]
Subsequently, the start address “RecAddr” of the desired record to be read is set to RecAddr = DataAddr + RecLen × (RecStart−1)
(ST87), and reads the length indicated by “RecLen” of the record starting from the calculated “RecAddr”, and transmits this to the information processing terminal γ together with the normal end response to read The process ends (ST88).
[0133]
On the other hand, if “RecStart” is “FFh” in ST85, the third byte to the fourth byte of the record having “DataAddr” as the head address are set as the directory ID (hereinafter referred to as LDirID) to which the shared data file belongs. The fifth byte and the sixth byte are used as the file ID (hereinafter referred to as LFileID) of the shared data file (ST89).
[0134]
Thereafter, the shared record is read from the circular data file (ST90). The details of the shared record read procedure from the circular data file are sequentially executed as follows.
FIG. 12 is a flowchart showing a procedure for reading a shared record from a circular data file according to this method example. ST90 will be described with reference to FIG.
[0135]
First, the head address “FileAddr” of the shared data file management information is determined by the process of ST91 to ST96 shown in the figure. For this procedure, the shared record in the general data file shown in FIG. 10 is read. The procedure is the same as ST61 to ST66, and a description thereof is omitted here to avoid repeated description.
[0136]
After “LFileAddr” is determined through the process up to ST94 or ST96, the data address in the shared data file management information starting from the address indicated by “LFileAddr” is “LDataAddr”, and the circulation start block group number is “LStartBlock”. The record length is “LRecLen”, the number of records is “LRecNum”, the number of circular records is “LRRecNum”, the block group length is “LBlockLen”, and the circular record number is “LRRecNo” (ST97).
[0137]
Using the above substituted values, the head address “LBlockAddr” of the latest block group is
LBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × (LStartBlock-1)
(ST98).
[0138]
Furthermore, the head address “LRecAddr” of the record indicated by the record number “LRRecNo”
LRecAddr = LBlockAddr + LRecLen × (LRRecNo−1)
(ST99), and it is confirmed whether the data starting with the calculated “LRecAddr” can be read on the actual memory (ST100).
[0139]
Here, when the data starting from “LRecAddr” can be actually read, the data starting from “LRecAddr” is read for “LRecLen” and transmitted to the information processing apparatus γ together with the normal end notification to perform the reading process. The process ends (ST101).
[0140]
On the other hand, when the data starting from “LRecAddr” cannot be read, the head address “LBBlockAddr” of the backup block group is set to
LBBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × {(LSStartBlock + LRRecNum−1) mod (LRRecNum + 1)}
(ST102).
[0141]
Subsequently, the start address “LRecAddr” of the record indicated by the record number “LRRecNo”
LRecAddr = LBBlockAddr + LRecLen × (LRRecNo−1)
(ST103), the data starting from the head address of “LRecAddr” is read for “LRecLen”, is transmitted as a response to the information processing terminal γ together with a normal end notification (ST104), and the reading process is terminated.
[0142]
Next, FIG. 13 is a flowchart showing a procedure for reading a shared data file according to this method example. As shown in the figure, in executing the process of reading the shared data file f3b in the above-described ST42, first, the data file management information is traced from the belonging file address in the directory management information having “DirAddr” as the head address. The shared data file management information having “FileAddr” as the head address, the type “04h” or “05h”, and “FileID” as the file ID is searched (ST111).
[0143]
Here, it is confirmed whether or not the shared data file management information is detected (ST112), and when the shared data file management information is detected, the head address of the detected shared data file management information is set to “FileAddr ′” ( ST113).
[0144]
The generation number held in the shared data file management information having “FileAddr” as the top address and the shared data file management information having “FileAddr ′” as the top address are compared, and the shared data file management with the larger generation number is compared. The head address of the information is changed to “FileAddr” (ST114).
[0145]
Next, when the shared data file management information is not detected in ST112, or after “FileAddr” is uniquely determined through ST114, the “FileAddr” is included in the shared data file management information having the head address. The directory ID of the record number “RecNo” is assigned to “LDirID”, and the security attribute is assigned to “SA” (ST115).
[0146]
Subsequently, the channel management information is searched for a directory ID equal to “LDirID”, and the logical product of the security status in the searched channel management information and “SA” is calculated to be “Ans”. (ST116), it is confirmed whether this "Ans" is "00000000b" (ST117).
[0147]
Here, if “Ans” is “00000000b”, an access right error abnormal termination is returned to the information processing terminal γ as a lack of access right for this shared data file (ST118), and the process is terminated.
[0148]
On the other hand, when “Ans” is not “00000000b”, the circulation start block group number in the shared data file management information having “FileAddr” as the head address is “StartBlock”, the data address is “DataAddr”, and the number of records Is “RecNum”, the record length is “RecLen”, the block group length is “BlockLen”, and the number of circular records is “RecNum” (ST119).
[0149]
As described above, using the assigned value, the start address “BlockAddr” of the block group to be read is
BlockAddr = DataAddr + BlockLen × (StartBlock-1)
(ST120), and it is confirmed whether or not a block group having the calculated “BlockAddr” address as the head address can be read (ST121).
[0150]
When a block group having “BlockAddr” as the head address can be read, the head address “RecAddr” of the record indicated by the record number “RecNo” delivered earlier is
RecAddr = BlockAddr + RecLen × (RecNo−1)
(ST122).
[0151]
Using this calculated “RecAddr” as the head address, data for the length “RecLen” is read, the read data is transmitted to the information processing terminal γ, and a normal end response is sent (ST123), and the shared data file f3b is read. The reading process ends.
[0152]
On the other hand, when the data starting from “BlockAddr” cannot be read in ST121, the head address “BBlockAddr” of the backup block group is set to
BBlockAddr = DataAddr + BlockLen × {(StartBlock + RRecNum−1) mod (RRecNum + 1)}
(ST124).
[0153]
Subsequently, the head address “RecAddr” of the record indicated by the record number “RecNo” delivered earlier is
RecAddr = BBlockAddr + RecRen × (RecNo−1) is calculated using the formula (ST125), “RecAddr” is used as a head address, data of “RecLen” length is read, and a normal end notification and response to the information processing terminal γ (ST126) and the reading process is terminated.
[0154]
Next, FIG. 14 is a flowchart showing a procedure for adding / rewriting a data file according to this example method. A procedure for adding or rewriting the data files f1, f2, f3a, and f3b will be described with reference to FIG.
First, the IC card α in this method example has a 1-byte channel number (hereinafter referred to as Ch) as an argument, a 2-byte data file ID (hereinafter referred to as FileID), a 1-byte record number (hereinafter referred to as RecNo), and a plurality of bytes. Of the rewriting data (hereinafter referred to as “WriteData”) is received from the information processing terminal γ.
[0155]
In the following, the process shown in the figure is performed, but the process of ST131 to ST143 corresponds to each process of ST31 to ST43 shown in FIG. 8, and the read command is replaced with an append or rewrite command. There is no explanation to avoid repetition. In addition, each process of ST138, ST140, and ST142 will be described in order below.
[0156]
FIG. 15 is a flowchart showing a procedure for adding and rewriting a general data file according to this method example. As shown in the figure, when the general data files f1 and f2 are added or rewritten in ST138, the processes of ST151 to ST157 corresponding to ST51 to ST57 shown in FIG. 9 are sequentially performed.
[0157]
After that, when “Tag” is not equal to “01h” in ST157, “WriteData” is written in the length of “RecLen” with “RecAddr” as the head address, and a normal end notification is sent to information processing terminal γ as a response. (ST158), and the procedure for appending or writing the general data files f1 and f2 is completed.
[0158]
On the other hand, if “Tag” is “01h” in ST157, the third to fourth bytes of the record starting with “RecAddr” are replaced with the directory ID of the directory d3 to which the shared data file f3b belongs, as in ST59. The file ID and the record number are extracted and set as “LDirID”, “LFileID”, and “LRecNo”, respectively (ST159).
[0159]
Next, the process of adding or rewriting the shared record from the general data file (ST160) will be described.
FIG. 16 is a flowchart showing a procedure for adding / rewriting a shared record from a general data file according to this method example. ST160 will be described with reference to the same figure, but ST161 to ST167 in FIG. 10 correspond to ST61 to ST67 in FIG.
[0160]
After ST167, the head address “LBlockAddr” of the latest block group is
LBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × (LStartBlock-1)
In addition, the top address “LBBlockAddr” of the backup block group is calculated by
LBBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × {(LSStartBlock + LRRecNum−1) mod (LRRecNum + 1)}
(ST168).
[0161]
Thereafter, the start address “LTRecData” of the record indicated by the record number “LRecNo” in the temporary file data is
LTRecData = LRecLen × (LRecNo-1)
(ST169), it is confirmed whether or not the block group having “LBlockAddr” calculated in ST168 as a start address can be read (ST170).
[0162]
Here, when the block group starting from “LBBlockAddr” cannot be read, the block group starting from “LBBlockAddr” is copied to the temporary file data (ST171). Along with the temporary file data, the data is copied to a block group starting from “LBBlockAddr” (ST172).
[0163]
After copying to the temporary file data through ST171 or ST172, “WriteData” is written for the record length “LRecLen” from “LTRecData” of this temporary file data (ST173), and the contents of the temporary file data are stored in “LBlockAddr”. It duplicates (ST174), transmits a normal end response to the information processing terminal γ (ST175), and ends the appending or rewriting process.
[0164]
Next, FIG. 17 is a flowchart showing a procedure for rewriting a circulating data file according to this method example. As shown in the figure, when executing the rewriting process of the circular data file f3a in the above-described ST140, first, ST181 to ST185 are the same as ST81 to ST85 shown in FIG. To do.
[0165]
If “RecStart” is not “FFh” in ST185, the record length in the circular data file management information having “FileAddr” as the head address is set to “RecLen”, and the number of records is set to “RecNum” (ST186). Set the start address of the desired record to be rewritten to “RecAddr”
RecAddr = DataAddr + RecLen × {(RecStart + RecNum + RecNo−1) mod RecNum}
(ST188).
[0166]
For the record having the calculated “RecAddr” as the head address, “WriteData” is written in the area of the length “RecLen”, and after the above process is normally completed, a rewrite normal end notification is sent to the information processing terminal γ. As a response (ST189).
[0167]
On the other hand, when “RecStart” is “FFh” in ST185, the rewrite processing of the shared record in the circular record is executed. First, from the third byte of the record starting with “DirAddr” The 4 bytes are set as the directory ID (hereinafter referred to as LirID) of the directory d3 to which the shared data file belongs, and the 5th and 6th bytes are set as the file ID of the shared data file (hereinafter referred to as LFileID) (ST190).
[0168]
Here, it is confirmed whether or not the record number “RecNo” delivered first is “01h” (ST191). If “RecNo” is not “01h”, an abnormal response is transmitted as a record number designation error. (ST192), the circular file rewriting process is terminated. On the other hand, if “RecNo” is “01h” in ST191, the shared record is rewritten from the circular data file (ST193).
[0169]
FIG. 18 is a flowchart showing the shared record rewriting procedure from the circular data file according to this method example.
Subsequently, the rewriting procedure of the circular data file in ST193 will be described in detail, but ST201 to ST206 shown in the figure are the same as the processing procedure of ST91 to ST96 shown in FIG. Is omitted.
[0170]
After “LFileAddr” is uniquely determined in ST204 or ST206, the data address in the shared data file management information having “LFFileAddr” as the head address is “LDataAddr”, the circulation start block group number is “LStartBlock”, and the record The length is set to “LRecLen”, the block length is set to “LBlockLen”, and the number of circular records is set to “LRRecNum” (ST207).
[0171]
Subsequently, for example, the head address “LBlockAddr” of the latest block group indicated by the record number 1 is
LBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × (LStartBlock-1)
It is calculated from the following formula.
[0172]
In addition, the head address “LBBlockAddr” of the backup block group is
LBBlockAddr = LDataAddr + LBlockLen × {(LSStartBlock + LRRecNum−1) mod (LRRecNum + 1)}
It calculates using the value previously substituted in the equation (ST208).
[0173]
Here, it is confirmed whether the data area having the calculated “LBBlockAddr” as the head address is actually readable (ST209). If the data area cannot be read, the block having “LBBlockAddr” as the head address is checked. The contents of the group are copied to temporary file data (ST210). On the other hand, when the block group starting from “LBBlockAddr” can be read, the contents of this block group are copied to the temporary file data and the block group starting from “LBBlockAddr” (ST211).
[0174]
After replicating new data to the temporary file data through ST210 or ST211, the start address “LTRecData” of the record indicated by the record number “LRecNo” in the temporary file data is
LTRecData = LRecLen × (LRecNo-1)
(ST212).
[0175]
After that, “WriteData” is written from the “LTRecData” in the temporary file data to the record length “LRecLen” (ST213), and then the contents of the temporary file data are copied to a block group having “LBlockAddr” as the head address (ST214). ) A normal end response is transmitted to the information processing terminal γ (ST215), and the rewriting process is ended.
[0176]
Subsequently, FIG. 19 is a flowchart showing a rewrite procedure of the shared data file according to the present method example. As shown in the figure, in executing the process of rewriting the shared data file f3b in the above-described ST142, first, the steps from ST221 to ST229 are the same as the steps ST111 to ST119 shown in FIG. Is omitted.
[0177]
Using the value substituted in ST229, the head address “BlockAddr” of the latest block group is
BlockAddr = DataAddr + BlockLen × {(StartBlock + RRecNum−1) mod (RRecNum + 1)}
It is calculated from the following formula.
[0178]
Furthermore, the head address “BBlockAddr” of the backup block group is set to
BBlockAddr = DataAddr + BlockLen × {(StartBlock + RRecNum−1) mod (RRecNum + 1)}
(ST230). Here, it is confirmed whether or not a block group having “BlockAddr” obtained by calculation as a leading address can be read (ST231).
[0179]
If the block group starting from “BlockAddr” cannot be read in ST231, the block group starting from “BBlockAddr” is copied to temporary file data (ST232). The contents are copied to the temporary file data and the area having “BBlockAddr” as the head address (ST233).
[0180]
After copying to the temporary file data via ST232 or ST233, the start address “TRecData” of the record indicated by the record number “RecNo” in the temporary data file is
TRecData = RecLen × (RecNo−1)
(ST234).
[0181]
Subsequently, “WriteData” is written from the “TRecData” in the temporary file data to the record length “RecLen” (ST235), the contents of the temporary file data are copied to “BlockAddr” (ST236), and after the processing of ST236 is completed Then, a normal termination response is transmitted to the information processing terminal γ (ST237), and the rewriting process is terminated.
[0182]
Next, the procedure for appending data files f1, f2, f3a, and f3b according to the present method example will be described. The procedure for specifying a predetermined data file after receiving the append command is the same as the procedure shown in FIG. The description is omitted. In particular, the additional recording procedure for the general data files f1 and f2 is to follow the procedures shown in FIGS. Here, additional writing of the circulating data file f3a and the shared data file f3b will be described in order.
[0183]
FIG. 20 is a flowchart showing a procedure for adding a circular data file according to this method example. As shown in the figure, when executing the additional recording process of the circular data file f3b in the above-described ST140, first, it is confirmed whether or not the record number “RecNo” delivered as an argument is “01h” (ST241). ), If not “01h”, an abnormal response is transmitted as a record number error (ST242), and the additional writing process is terminated.
[0184]
On the other hand, if “RecNo” is “01h” in ST241, the following steps ST243 to ST247, that is, steps similar to ST81 to ST85 shown in FIG. 11 or ST181 to ST185 shown in FIG. Therefore, the description here is omitted.
[0185]
Subsequently, if “RecStart” is not “FFh” in ST247, first, the record length in the circular data file management information having “FileAddr” as the head address is “RecLen”, and the number of records is “RecNum”. (ST248).
[0186]
Next, the address “RecAddr” of the record to be added is
RecAddr = DataAddr + RecLen × {(RecStart + RecNum−2) mod RecNum}
(ST249), “WriteData” is written in an area from “RecAddr” to the length “RecLen” (ST250).
[0187]
After that, a new circulation start record number “RecNum ′” for newly updating
RecNum ′ = (RecStart + RecNum−2) mod RecNum−1
(ST251).
[0188]
Subsequently, the circulation start record number in the circulation data file management information starting from “FileAddr” is updated and rewritten to “RecNum ′” (ST252), and a response is sent to the information processing terminal γ as a normal end notification after completion of ST252. Then, the additional recording process is terminated.
[0189]
On the other hand, if “RecStart” is “FFh” in ST247, first, the 3rd to 4th bytes of the record starting with “DataAddr” are set to the directory ID of the directory to which the shared data file belongs, “LDirID”, The file ID of the shared data file is set as “LFileID” in the fifth byte and the sixth byte (ST254), and the process of adding the shared record from the circular data file is executed (ST255).
[0190]
FIG. 21 is a flowchart showing a procedure for adding a shared record from a circular data file according to this method example.
Subsequently, the procedure for adding a circular data file in ST255 will be described in detail. However, ST261 to ST269 shown in the figure are the same processing as ST201 to ST209 shown in FIG. 18, and the description thereof is omitted. However, when the generation numbers are compared in ST266, the head address of the shared data file management information with the smaller generation number is set to “LFileAddr ′”.
[0191]
After ST269, if the block group starting with “LBBlockAddr” cannot be read, the contents of the block group starting with “LBBlockAddr” are copied to the block group starting with “LBBlockAddr” and the temporary file data. On the other hand, if it can be read, the contents of the block group starting from “LBlockAddr” are copied to the temporary file data (ST271).
[0192]
After being copied to the temporary data file through ST270 or ST271, the head address “LTRecAddr” of the record indicated by the record number “LRRecNo” in the temporary file data is
LTRecAddr = LRecLen × (LRRecNo−1)
(ST272).
[0193]
Thereafter, “WriteData” is written in an area corresponding to the record length “LRecLen” with “LTRecAddr” calculated in ST272 in the temporary file data as the start address (ST273), and the contents of this temporary data file are changed from “LBBlockAddr”. In addition to copying to the starting block group (ST274), the shared data file management information starting from “LFFileAddr” is copied to the temporary shared data file management information (ST275).
[0194]
Subsequently, a new circulation start block number “LStartBlock ′” for newly updating
(LStartBlock + LRRecNum-1) mod (LRRecNum + 1)
This is calculated using the following formula.
[0195]
In addition, a new generation number “LHNum ′” is assigned to the existing generation number “LHNum” in the shared data file management information.
LHNum '= LHNum + 1
The cycle start block group number in the temporary shared data file management information is changed to “LStartBlock ′” and the generation number is changed to “LHNum ′” (ST277).
[0196]
Thereafter, the temporary shared data file management information is copied to a block group having “LFFileAddr ′” determined in ST266 as the head address (ST278), and after the processing up to ST278 is completed, the information processing terminal γ A response is transmitted as a notification of normal termination (ST279), and the shared record appending process in the circular data file is terminated.
[0197]
Next, FIG. 22 is a flowchart showing a procedure for appending a shared data file according to this method example. As shown in the figure, in executing the process of additionally writing the shared data file f3b in the above-described ST142, the procedure from ST281 to ST287 is the same as the procedure from ST221 to ST227 shown in FIG. Although the description thereof is omitted, when the generation numbers are compared in ST284, the head address of the shared data file management information with the smaller generation number is set to “LFileAddr ′”.
[0198]
When the logical product solution “Ans” is “00000000b” in ST287, a response is made to notify the information processing terminal γ of abnormal termination due to insufficient access right as in ST228 (ST288). On the other hand, if it is not “00000000b”, the circulation start block group number in the shared data file management information having “FileAddr” as the head address is “StartBlock”, the data address is “DataAddr”, the number of records is “RecNum”, The record length is “RecLen”, the block group length is “BlockLen”, the number of circular records is “RRecNum”, and the circular record number is “RRecNo” (ST289).
[0199]
Subsequently, it is checked whether or not “RecNo” indicating the target of additional recording previously passed as an argument is equal to the circular record number “RRecNo” (ST290). Is executed (ST291), and if they are equal, a circular record is additionally written (ST292). Here, the procedure of ST291 can be executed according to the procedure of ST230 to ST237 shown in FIG.
[0200]
FIG. 23 is a flowchart showing a procedure for adding a circular record of a shared data file. ST292 shown in FIG. 22 will be described with reference to FIG. As shown in the figure, first, the head address “BlockAddr” of the latest block group is set to
BlockAddr = DataAddr + BlockLen × (StartBlock-1)
It is calculated from the following formula.
[0201]
Furthermore, the head address “BBlockAddr” of the backup block group is set to
BBlockAddr = DataAddr + BlockLen × {(StartBlock + RRecNum−1) mod (RRecNum + 1)}
(ST301).
[0202]
Next, it is confirmed whether or not the block group having the calculated “BlockAddr” as the head address can be read (ST302). If the block group cannot be read, the contents of the block group having the “BBlockAddr” as the head address are changed to “BlockAddr”. Are copied to the block group starting with "and temporary file data" (ST303). On the other hand, if it can be read, the contents of the block group starting from “BlockAddr” are copied to the temporary file data (ST304).
[0203]
The head address “TRecAddr” of the record indicated by the record number “RRecNo” in the temporary file data duplicated in ST303 or ST304,
TRecAddr = RecLen × (RRecNo−1)
(ST305), “WriteData” is written in an area corresponding to the record length “RecLen” from “TRecAddr” (ST306).
[0204]
Further, after copying the contents of the temporary shared data file management information to a block group starting from “BBlockAddr” (ST307), the contents of the shared data file management information starting from “FileAddr” are copied to the temporary shared data file management information (ST308). ).
[0205]
Subsequently, a new circulation start block group number “StartBlock ′” to be newly updated is
StartBlock ′ = (StartBlock + RRecNum−1) mod (RRecNum + 1)
This is calculated using the following formula.
[0206]
In addition, a new generation number “LHNum ′” is added to the existing generation number “LHNum”.
LHNum '= LHNum + 1
(ST309), the circulation start block group number in the temporary shared data file management information is updated to “StartBlock ′”, and the generation number is updated to “LHNum ′” (ST310).
[0207]
Thereafter, the temporary shared data file management information is duplicated in a block group having “LFFileAddr ′” determined in ST284 as the top address (ST311), and after completing up to ST311, a response is sent as a normal end notification to the information processing terminal γ. (ST312), and the appending process is terminated.
[0208]
As described above, the embodiments of the present invention have been described with reference to apparatus examples and method examples, but the present invention is not necessarily limited only to the above-described means and methods, and within the scope of the effects described below. Changes can be made as appropriate.
[0209]
【The invention's effect】
As described above in detail, according to the present invention, in an IC card equipped with a general non-volatile memory such as EEPROM, by reading and writing data dispersed in a plurality of files as one shared data file, The processing time can be greatly shortened, and data can be distributed and managed in multiple files according to the read / write frequency of data stored in the card and the data length without extending the processing time. .
[0210]
In addition, services of multiple operators can be provided on a single IC card, such as a ticket for a transportation system in which multiple operators are sharing on an IC card, or a private sector sharing an ID card issued by a public institution. Even in the case of loading, the processing time can be shortened by using the common data as a shared data file.
[0211]
In addition, when power is lost while writing data to a non-contact IC card, when the required write guarantee function is realized for the shared data file, it can be used as a ticket for transportation, etc. Even when the power supply is unstable, such as when an IC card is passed over a reader / writer, data can be rewritten with peace of mind.
[0212]
In addition, data files other than the shared data file can be compatible with an IC card conforming to the international standard ISO / IEC7816. For example, a program based on the present invention is added to the nonvolatile memory of the IC card. Thus, it becomes possible to expand the conventional function.
[Brief description of the drawings]
FIG. 1 is a functional configuration diagram of an IC card according to an apparatus example of the present invention, and a functional configuration diagram of a reader / writer and an information processing terminal for operating the IC card.
FIG. 2 is a diagram showing a data file structure adopted in the EEPROM shown in FIG. 1;
FIG. 3 is a diagram showing a logical configuration of directory and data file management information in the EEPROM.
FIG. 4 is a diagram showing the physical configuration of the EEPROM.
FIG. 5 is a diagram showing a logical configuration of a channel, temporary shared data file management information, and temporary file data in the RAM.
FIG. 6 is a flowchart showing a directory selection procedure according to an example method of the present invention.
FIG. 7 is a flowchart showing a key collating procedure.
FIG. 8 is a flowchart showing a procedure for reading a data file.
FIG. 9 is a flowchart showing a procedure for reading a general data file.
FIG. 10 is a flowchart showing a procedure for reading a shared record from a general data file.
FIG. 11 is a flowchart showing a procedure for reading a circular data file.
FIG. 12 is a flowchart showing a procedure for reading a shared record from a circular data file.
FIG. 13 is a flowchart showing a shared data file read procedure;
FIG. 14 is a flowchart showing a procedure for adding / rewriting a data file.
FIG. 15 is a flowchart showing a general data file additional recording / rewriting procedure.
FIG. 16 is a flowchart showing a procedure for appending and rewriting a shared record from a general data file.
FIG. 17 is a flowchart showing the rewrite procedure of the circulating data file.
FIG. 18 is a flowchart showing a shared record rewrite procedure from a circular data file.
FIG. 19 is a flowchart showing a shared data file rewrite procedure.
FIG. 20 is a flowchart showing a procedure for adding a circular data file to the above.
FIG. 21 is a flowchart showing a procedure for adding a shared record from a circular data file.
FIG. 22 is a flowchart showing a procedure for appending a shared data file to the above.
FIG. 23 is a flowchart showing a procedure for adding a circular record of a shared data file to the above.
[Explanation of symbols]
α ... IC card
β… Reader / Writer
γ ... Information processing terminal
1 ... IC chip
2 ... Antenna
11 ... CPU
12 ... ROM
13 ... RAM
14… EEPROM
15 ... RF section
d0 ... directory (root directory)
d1, d2, d3 ... directory
f1, f2 ... General data file
f3a ... Circular data file
f3b ... Shared data file
k1, k2, k3 ... key file

Claims (10)

複数バイトを書き換え単位とする不揮発性を有したメモリを内蔵するＩＣカードに適用されて、それぞれ識別可能なファイル識別子が付与されたデータファイルが保持しかつ、前記メモリに複数同一の長さで配置されそれぞれレコード番号により識別可能なレコードを参照する場合に、前記データファイルの保持する前記レコードから共有データファイルが備える共有レコードを参照するメモリ管理方法であって、
前記ＩＣカードにおいて、
前記ファイル識別子と、前記レコード番号と、を引数とした読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信し、
前記データファイルが保持する前記レコード番号により識別された１以上の前記レコードと、同一のレコード長を持つ前記共有データファイルの共有レコードを参照して、
参照された当該共有レコードに記録されたデータに対して、前記実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記の実行を可能に当該データファイルの管理を行う、
ことを特徴とするＩＣカードにおけるメモリ管理方法。Applied to an IC card containing a non-volatile memory with multiple bytes as a rewrite unit, each of which holds a data file with an identifiable file identifier and is arranged in the memory with the same length And a memory management method for referring to a shared record included in a shared data file from the record held by the data file when referring to a record that can be identified by a record number,
In the IC card,
Receiving a read, rewrite or append execution command with the file identifier and the record number as arguments,
With reference to the shared record of the shared data file having the same record length as the one or more records identified by the record number held by the data file,
The data file is managed so that the data recorded in the referenced shared record can be read, rewritten or additionally written corresponding to the execution instruction.
A memory management method in an IC card. 前記共有データファイルの共有レコードの参照は、
前記データファイルにおいて、保持する前記レコード毎に、前記共有レコードを参照先として設定されたレコード共有状態を示すレコード識別子を随時更新可能に格納する参照管理情報を保持しておき、
当該レコード識別子から、当該レコードが当該共有レコードを参照先とするレコード共有状態に設定された場合に、
当該レコードのデータとして、該当する当該共有レコードを参照する、
ことを特徴とする請求項１に記載のＩＣカードにおけるメモリ管理方法。The reference to the shared record of the shared data file is
In the data file, for each record to be held, reference management information for storing a record identifier indicating a record sharing state set with the shared record as a reference destination is updated as needed,
From the record identifier, when the record is set to a record sharing state with the shared record as a reference destination,
Refer to the corresponding shared record as the data of the record,
The memory management method for an IC card according to claim 1. 前記読み出し、書き換え又は追記の実行は、
前記参照管理情報中に、合わせて前記レコードの当該参照先として設定された前記共有データファイルの前記ファイル識別子と、当該参照先の前記共有レコードの前記レコード番号とを格納しておき、
前記共有レコード状態を示した前記レコードの当該参照管理情報が読み出されたときに、当該ファイル識別子と、当該レコード番号から特定される当該共有データファイルの当該共有レコードに対して前記実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記を実行する、ことを特徴とする請求項２に記載のＩＣカードにおけるメモリ管理方法。The execution of the reading, rewriting or appending is as follows:
In the reference management information, the file identifier of the shared data file set as the reference destination of the record and the record number of the shared record of the reference destination are stored in advance.
When the reference management information of the record indicating the shared record state is read, the execution instruction is supported for the shared record of the shared data file identified from the file identifier and the record number The memory management method for an IC card according to claim 2, wherein the read, rewrite, or additional writing is performed. 前記読み出し、書き換え又は追記の実行は、
前記参照管理情報中に、合わせて前記レコードへアクセス権を管理するアクセス権情報を保持しておき、
前記共有レコード状態を示した前記レコードへの当該参照管理情報が読み出されたときに、
先に受信した前記実行命令に対して、前記アクセス権情報を基に、当該レコードへのアクセス権を確認して、
当該アクセス権を満たす場合にのみ、当該レコードに対する当該実行命令に対応した読み出し、書き換え又は追記を実行する、
ことを特徴とする請求項２又は３に記載のＩＣカードにおけるメモリ管理方法。The execution of the reading, rewriting or appending is as follows:
In the reference management information, holding access right information for managing the access right to the record together,
When the reference management information to the record indicating the shared record state is read,
For the execution instruction received earlier, based on the access right information, confirm the access right to the record,
Only when the access right is satisfied, read, rewrite or append corresponding to the execution instruction for the record is executed.
4. The memory management method for an IC card according to claim 2, wherein the memory management method is used. 前記レコードの参照は、
予め、前記複数のデータファイルを、前記ＩＣカード内において唯一のディレクトリ識別子が付与されたディレクトリに属するツリー構造として格納しておくとともに、前記実行命令の対象として選択指定された当該データファイルの属する当該ディレクトリの当該ディレクトリ識別子を、チャネル番号により識別可能なチャネル管理情報として随時更新可能に保持しておき、
前記チャネル番号と前記ファイル識別子と前記レコード番号を受信したときに、当該チャネル番号により特定される当該チャネル管理情報から、前記ディレクトリ識別子を読み出し、
当該ディレクトリ識別子から特定される前記ディレクトリに属する前記データファイルを、前記ファイル識別子から特定し、
当該データファイルから、前記レコード番号により特定される前記レコードを参照する、ことを特徴とする請求項１、２、３又は４に記載のＩＣカードにおけるメモリ管理方法。The record reference is
The plurality of data files are stored in advance as a tree structure belonging to a directory to which a unique directory identifier is assigned in the IC card, and the data file to which the data file selected and designated as the target of the execution instruction belongs The directory identifier of the directory is held so that it can be updated at any time as channel management information that can be identified by the channel number,
When the channel number, the file identifier, and the record number are received, the directory identifier is read from the channel management information specified by the channel number,
Identifying the data file belonging to the directory identified from the directory identifier from the file identifier;
5. The memory management method for an IC card according to claim 1, wherein the record specified by the record number is referred to from the data file. 複数バイトを書き換え単位とする不揮発性を有したメモリを内蔵するＩＣカードであって、
複数同一の長さで配置されそれぞれレコード番号により識別可能なレコードからなり、それぞれ識別可能なファイル識別子が付与されたデータファイルを格納保持する前記メモリと、
当該データファイル内の前記レコードと同一のレコード長を有する共有データファイル内の共有レコードを当該データファイルのデータとして参照するデータファイル参照手段と、
前記ファイル識別子と前記レコード番号とから、当該データファイル参照手段により特定された前記データに対して読み出し、書き換え又は追記の実行命令を受信して、当該実行命令に従い対応する読み出し、書き換え又は追記の当該実行命令を行う実行命令処理手段と、を具備する、
ことを特徴とするＩＣカード。 An IC card containing a non-volatile memory having multiple bytes as a rewrite unit,
A plurality of memories arranged and stored in the same length, each of which includes a record that can be identified by a record number, each storing a data file with an identifiable file identifier;
Data file reference means for referencing a shared record in a shared data file having the same record length as the record in the data file as data of the data file;
From the file identifier and the record number, an execution instruction for reading, rewriting or appending to the data specified by the data file reference means is received, and the corresponding reading, rewriting or appending corresponding to the execution instruction is received An execution command processing means for executing an execution command;
IC card characterized by that . 前記データファイルは、
保持する前記レコード毎に、前記データファイル参照手段により前記共有レコードを参照先として設定されたレコード共有状態を示すとともに、随時更新可能なレコード識別子を格納する参照管理情報を具備する、
ことを特徴とする請求項６に記載のＩＣカード。The data file is
For each of the records to be held, the data file reference means indicates a record sharing state set with the shared record as a reference destination, and includes reference management information for storing a record identifier that can be updated at any time.
The IC card according to claim 6 . 前記参照管理情報は、
前記参照先の前記共有データファイルの前記ファイル識別子と、当該参照先の前記共有レコードのレコード番号とを含む、
ことを特徴とする請求項７に記載のＩＣカード。The reference management information is
Including the file identifier of the shared data file of the reference destination and the record number of the shared record of the reference destination;
The IC card according to claim 7 . 前記参照管理情報は、
前記レコードに対するアクセスの許否を確認可能に格納されたアクセス権情報を含む、
ことを特徴とする請求項７又は８に記載のＩＣカード。The reference management information is
Including access right information stored so as to be able to confirm whether or not to allow access to the record,
The IC card according to claim 7 or 8 , wherein 前記メモリは、
前記データファイルを、前記ＩＣカード内において唯一のディレクトリ識別子が付与されたディレクトリに属するツリー構造として保持管理して、
前記ディレクトリ識別子と識別可能に付与されたチャネル番号とを、新規に同一の当該チャネル番号とともに他の前記ディレクトリ識別子を受信して更新されるまで継続保持して、前記データファイルが属する前記ディレクトリの選択状況を示すチャネル管理情報を保有する、
メモリ管理手段を具備する、
ことを特徴とする請求項６、７、８又は９に記載のＩＣカード。The memory is
Holding and managing the data file as a tree structure belonging to a directory with a unique directory identifier in the IC card;
Selection of the directory to which the data file belongs by continuously holding the directory identifier and an identifiable channel number until the other directory identifier is newly received and updated together with the same channel number. Holds channel management information indicating the situation,
Comprising memory management means;
The IC card according to claim 6, 7, 8, or 9 .
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