CN1516835A - 数据存储装置 - Google Patents

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Abstract

一种数据存储器包括非易失性半导体存储器和属性信息存储单元。在数据存储器的属性信息存储单元中，存储了表示在一个块中的扇区数量和在块的边界的扇区的逻辑地址的信息。装入数据存储器的主机得到在数据存储器中构成一个块的簇的数量，以及该块中的开始簇的位置，并且以块为基础记录数据。

Description

数据存储装置
技术领域
本发明涉及一种具有内部非易失性半导体存储器的数据存储器件。本申请要求2002年4月15日在日本提交的日本专利申请第2002-112641号的优先权，在此其整体以引用方式被并入。
背景技术
迄今，作为电子可擦除非易失性存储器，与非快闪(NAND flash)存储器已经得到使用。利用这种与非快闪存储器，当已经删除了记录在其中的数据时写入新的数据。快闪存储器被提供有删除块，用于分批数据的删除，并且在已经基于删除块删除了所记录的数据之后，新的数据被写入存储器中。对于快闪存储器，删除块的大小与数据写入单元(物理扇区)的大小不同，以便在一个删除块中提供多个物理扇区。
在快闪存储器中，数据需要被记录到一个删除块中的物理固定的方向中。原因是在数据已经被记录到删除块中的选用的物理扇区中的情况下，对所关心的扇区起的固定方向中排列的扇区，被记录的数据的内容被保持，而对从所关心的扇区起的相反方向中排列的扇区，被记录的数据的内容不必被保持。因此，对于快闪存储器，常规的做法是以如下的方式来设置物理地址和逻辑地址，即如果以正向记录数据，则必然保证被记录的数据的内容。同时，总是不依赖于数据记录位置地保证与作为记录主体的删除块不同的删除块中记录的数据的内容。
作为这种与非快闪存储器的应用形式，已知有被称为存储卡的可移动小尺寸IC存储器。所述存储卡能够存储很多种的数字数据，诸如静止图像数据、运动图像数据、语音数据或音乐数据。为此，存储卡被用作很多种主机中的外部存储介质，所述主机诸如便携信息终端、台式计算机、笔记本计算机、移动电话、音频器件或家用电器。
使用存储卡作为外部存储介质的主机有时被提供有内部存储介质，诸如硬盘。通常使用被称为MS-DOS(商标)的文件系统来作为载体、从主机以逻辑格式访问硬盘。为了与这样的其他存储介质兼容，期望包括MS-DOS的公共文件系统适用于所述存储卡。
MS-DOS提供被称为簇的单元来作为对于存储介质的访问单元。MS-DOS以这种簇作为单位产生FAT(文件分配表)以监督在存储介质中记录的数据的相互连接的关系。因此，主机基于簇而逻辑地访问存储介质，以便读出记录在存储介质上的数据，或在存储介质上写入数据。
同时，在传统的存储卡中，快闪存储器具有较小的容量，并且簇的大小与删除块的大小一致。因此，只要数据基于簇而被记录，则不依赖于所执行的记录的种类地保持所记录的数据的内容。
但是，随着快闪存储器的容量增加并且删除块与其一致地增加大小，如果在文件系统中使用MS-DOS，则使用增加了容量的快闪存储器的存储卡的簇尺寸变得小于删除块大小。当簇尺寸小于删除块大小并且基于簇来进行数据记录时，有可能不一定保持被记录的数据的内容。
为了保持被记录的数据的内容，在所描述的簇位于作为写入主体的簇的后面的情况下，在使用增加了容量的快闪存储器的存储卡中，执行被称为垃圾收集的用于产生存储区域的处理。
具体上，在存储卡中的垃圾收集被执行如下：
当数据要被写入到删除块中的特定的簇中的时候，验证在一个簇中是否存在任何被记录的有效数据，所述簇的地址在删除块中作为写入主体的簇地址的后面。在被记录的有效数据位于在其地址在删除块中作为写入主体的簇地址的后面的簇中的情况下，除了所关心的簇的数据之外的在删除块中的所有数据被暂时读出到一个缓冲器中。产生一个新的删除块，并且与在缓冲器中的数据和作为写入主体的数据的合成对应的数据被写入到如此产生的新的删除块中。
这个处理是在存储卡中执行的垃圾收集的处理。垃圾收集常轨上在存储卡中的CPU中被执行，因此不被主机的操作系统识别。
以这种方式，虽然在记录时执行该处理，但是在存储卡中垃圾收集中需要执行诸如数据读出和缓冲的冗余操作。结果，在发生垃圾收集的时候降低了在主机和存储卡之间的记录速度。因此自然地期望可以总是不产生垃圾收集地进行数据记录。
为了不产生垃圾收集，如果在数据写入过程中从主机侧直接管理在存储器中的物理地址则是足够的。但是，对于MS-DOS，物理地址不管理介质，因此，为了直接访问在存储器中的物理地址，必须使用与MS-DOS不同的特殊文件系统。但是，这是不期望的，因为对于这样的特殊文件系统而言，可能不保持与其他介质的兼容。
发明内容
因此，本发明的一个目的在于提供一种新颖的数据存储器，据此可以克服在诸如IC存储器的传统数据存储介质中固有的问题。
本发明的另一个目的是提供一种数据存储器，其中，即使在使用其中半导体存储器的数据访问单元的最大尺寸小于半导体存储器的删除块的尺寸文件系统的情况下，也可以记录数据而不产生所谓的垃圾收集。
为了实现这些目的，本发明提供了一种可拆卸地安装到主机装置上的可移动数据存储器，包括：非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息。在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域，并且在该用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区。主机装置基于逻辑格式而访问这个用户区域。在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中。
通过读取附图中所示的本发明的实施例，本发明的其他目的、特点和优点将会变得更加清楚。
附图说明
图1是示出实现本发明的存储卡和使用这个存储卡的主机的透视图。
图2是从其前端示出存储卡的透视图。
图3是从其后面示出存储卡的透视图。
图4是示出该存储卡的内部块结构的方框图。
图5示出了用于在存储卡和主机之间的数据传送的接口功能的结构。
图6示出了在属性信息区域中记录的数据结构。
图7是示出主机的数据记录处理内容的流程图。
图8描述了在使用第一特定实例的格式情况下的介质的图形。
图9描述了在使用第一特定实例的格式情况下的参数的值。
图10描述了在使用第一特定实例的格式情况下的MBR的描述内容。
图11描述了在使用第一特定实例的格式情况下的PBR的描述内容。
图12描述了在使用第二特定实例的格式情况下的介质的图形。
图13描述了在使用第二特定实例的格式情况下的相应参数的值。
图14描述了在使用第二特定实例的格式情况下的MBR的描述内容。
图15描述了在使用第二特定实例的格式情况下的PBR的描述内容。
图16描述了在使用第一特定实例的格式情况下的FAT的状态。
图17描述了在使用第二特定实例的格式情况下的FAT的状态。
图18描述了常轨格式的介质的图形。
图19描述了其中簇的大小小于块大小的存储卡的介质的图像。
图20描述了其中块大小等于簇大小的存储卡的介质的图像。
具体实施方式
下面，说明这样一个实例，其中本发明被应用到可移动小尺寸IC存储器，也说明这样一个实例，其中本发明被应用到使用这个小尺寸IC存储器作为外部存储介质的数据处理装置。
在下面的说明中，小尺寸的IC存储器被称为存储卡，而连接存储卡的数据处理装置被称为主机。
首先，参照图1来说明实现本发明的主机的和连接到这个主机的存储卡的简图。
本发明的存储卡1包括内部非易失性半导体存储器(IC存储器)，并且能够存储各种数字数据，诸如静止图像数据、运动图像数据、语音数据和音乐数据。这个存储卡1用作主机2的外部存储介质，主机2诸如便携信息终端、台式计算机、笔记本计算机、移动电话、音频识别或家用电器。
参见图1，存储卡1用于这样的状态中，其中它被插入在主机2中提供的插入/取出端口3。存储卡1可以自由地被用户从插入/取出端口3插入和脱离。因此，插入到主机中的存储卡1可以从其脱离并且被插入到另一个主机中。即，本存储卡1可以用于在不同的主机之间交换数据。
存储卡1和主机2通过一个并行接口来传送数据，所述接口使用六线半双工并行协议，该协议被配置用于发送6个信号，即4比特的并行数据、1个时钟信号和1个总线状态信号。
参见图2，本发明的存储卡1形成为大致矩形的薄片，具有50毫米的沿着径向的长度L1、21.45毫米的宽度W1、2.8毫米的厚度D1。存储卡1具有作为正表面1a的一个表面和作为反表面1b的相对表面。在朝向存储卡1的一个径向端的反表面1b上形成作为10个平面电极的一组连接终端4，如图3所示。形成所述组连接终端4的这些电极彼此并行地沿着存储卡1的宽度被提供。在相邻的电极之间，提供了从反表面1b树立的分区5。这些分区5用于防止连接到相应的电极的连接终端与其他的电极接触。在从中央朝向存储卡1的反表面1b的上述的一端提供了用于防止无意删除的滑动开关6，如图3所示。
安装了存储卡1的主机2被提供了用于插入和脱离存储卡1的插入/取出端口3。这个插入/取出端口3被形成在主机2的前表面来作为与存储卡1具有相同的宽度W1和厚度D1的开口，如图1所示。通过插入/取出端口3被插入到主机2中的存储卡1被主机2夹持以防止与主机2的连接终端偶然脱离，所述连接终端连接到构成所述连接终端组4的相应电极。同时，被提供给主机2的未示出的连接终端被提供了与构成所述连接终端组4的电极的数量一致的10个触点，所述连接终端组4被提供到被装入的存储卡1。
按照本发明的存储卡1被装入在主机2上，它的一端被提供有所述连接终端组4来作为插入端，并且以图2中箭头X1的方向为插入方向。当存储卡1被装入到主机2时，构成所述连接终端组4的相应的电极连接到被提供到主机2的连接终端的相应触点，以便能够交换电信号。
现在参照图4来说明本发明的存储卡1的内部结构。
本发明的存储卡1包括并行接口(I/F)电路12、寄存器电路13、数据缓冲器电路14、ECC电路15、存储器I/F控制器16、非易失性半导体存储器17和振荡控制电路18，如图4所示。
并行I/F电路12是用于使用六线半双工并行类型数据传送协议来与主机2传输数据的电路。
寄存器电路13是这样的电路，即用于在非易失性半导体存储器17中存储从主机传送的存储器I/F控制器16的操作控制命令、存储卡1的内部状态、执行所述控制命令所需要的各种参数、或文件管理信息。所述操作控制命令在下面被称为控制命令。这个寄存器电路13被从主机2和存储器I/F控制器16访问。同时，主机2使用根据当前存储卡的数据传送协议提供的传送协议命令TPC来访问寄存器电路13。即这个TPC用于主机2写入或读出在寄存器电路13中存储的控制命令或各种参数的情况。
数据缓冲器电路14是用于暂时存储在非易失性半导体存储器17中写入的数据和从非易失性半导体存储器17读出的数据的存储电路。即，当从主机2向非易失性半导体存储器17写入数据时，按照数据传送协议将作为写入主体的数据从主机2传送到数据缓冲器电路14，随后被存储在数据缓冲器电路14中的作为写入主体的数据被存储器I/F控制器16写入到非易失性半导体存储器17中。当从非易失性半导体存储器17向主机2读出数据时，存储器I/F控制器16从非易失性半导体存储器17读出作为读出主体的数据以将被读出的数据暂时存储在数据缓冲器电路14中。作为读出主体的数据随后按照数据传送协议从数据缓冲器电路14被传送到主机2。
同时，数据缓冲器电路14具有对应于预设的数据写入单元的数据容量，诸如5 12字节的数据容量，这与快闪存储器的页面大小是相同的。同时，主机2使用TPC来访问数据缓冲器电路14。即，如果主机2写入或读出存储在数据缓冲器电路14中的数据，则使用TPC。
ECC电路15将纠错码(ECC)附加在要被写入到非易失性半导体存储器17中的数据上。ECC电路15根据附加在从非易失性半导体存储器17读出的数据上的纠错码来对读出的数据执行纠错编码。例如3个字节的纠错码被附加到512字节的数据单元上。
存储器I/F控制器16按照存储在寄存器电路13中的控制命令来执行控制，用于：在数据缓冲器电路14和非易失性半导体存储器17之间交换数据；管理非易失性半导体存储器17的数据安全；管理存储卡1的其他功能；以及更新存储在寄存器电路13中的数据。
非易失性半导体存储器17是(例如)非易失性半导体存储器，诸如与非类型的快闪存储器。非易失性半导体存储器17的容量是(例如)16M字节、32M字节、64M字节或128M字节。非易失性半导体存储器17的删除块单元是(例如)16K字节。读出/写入单元也被称为一个页面，并且与数据缓冲器电路14相同是512字节。振荡控制电路18在本存储卡1中产生操作时钟。
作为存储卡1的连接终端，提供了VSS、VCC、DATA0、DATA1、DATA2、DATA3、BS、CLK和INS终端。因为两个终端被提供作为VSS终端，因此在存储卡1共提供了10个连接终端。在主机2侧提供了类似地的连接终端。
与VSS终端连接有VSS(基准0电压)。这些VSS终端将主机的地电压连接到存储卡的地电压以便建立主机和存储卡的一致的0伏特电压基准电势。电源电压(VCC)从主机被提供给VCC终端。
在存储卡1和主机2之间传送的4比特并行数据的最低比特的数据信号(DATA0)被提供到DATA0终端或从其被输出。在存储卡1和主机2之间传送的4比特并行数据的第二低比特的数据信号(DATA1)被提供到DATA1终端或从其被输出。在存储卡1和主机2之间传送的4比特并行数据的第三低比特的数据信号(DATA2)被提供到DATA2终端或从其被输出。在存储卡1和主机2之间传送的4比特并行数据的第四低比特的数据信号(DATA3)被提供到DATA3终端或从其被输出。
经由BS终端从主机向存储卡提供总线状态信号。从主机向CLK终端提供时钟信号。INS终端用于对于主机2的插入/退出检测，以便查看是否存储卡已经被插入到在主机2中形成的插槽。主机2的INS终端连接到未示出的上拉电阻器。
参见图5，现在说明用于在存储卡1和主机2之间的数据传送的接口的功能结构。
在图5中，主机2的接口功能由文件管理器31、TPC接口32、并行接口33构成。存储卡1的接口功能由并行接口34、寄存器35、数据缓冲器36、存储器控制器37和存储器38构成。
文件管理器31是主机的操作系统，管理在存储卡1存储的文件和在主机的其他介质中存储的文件。在本实施例中，MS-DOS(微软磁盘操作系统，注册商标)用作在文件管理器31中的操作系统。文件管理器31也通过MS-DOS管理与主机2连接的其他存储介质。文件管理器31是在主机中的控制器内实现的功能。
TPC接口32是在文件管理器31中的低层的接口功能。TPC接口32通过限定本接口特有的命令的数据传送协议(TPC：传送协议命令)访问在存储卡1中的寄存器35和数据缓冲器36。TPC接口32是由(例如)在主机2中的控制器实现的功能。
并行接口33和并行接口34表示在TPC接口32中的低层，并且表明本接口系统的一个物理分层。并行接口33和并行接口34按照六线半双工并行协议传送数据，该协议被配置用于发送6个信号，即4比特的并行数据、1个时钟信号和1个总线状态信号。并行接口33和并行接口34表示由并行I/F电路12实现的功能。
寄存器35被设计来存储从主机发送的控制命令、存储卡的内部状态、用于访问存储器38的数据地址、执行存储命令时所需要的不同参数或在存储器中的文件管理信息。寄存器35是在存储卡1的寄存器电路13上实现的功能。
数据缓冲器36是用于暂时存储被写入到存储器38中或从存储器38读出的数据的缓冲器区域。数据缓冲器36是在存储卡1上的数据缓冲器电路14上实现的功能。
存储器I/F控制器37按照在寄存器35中存储的各种信息和命令来控制在数据缓冲器36和存储器38之间的执行数据读出、数据写入或数据删除，或者控制更新在寄存器35中的不同信息。存储器I/F控制器37是在主机2上的存储器I/F控制器16上实现的功能。
存储器38是数据存储区域，并且通过存储器I/F控制器37被设计为作为内在模型的虚拟存储器。存储器38是在存储卡1上由非易失性半导体存储器17实现的功能。
利用上述的主机和存储卡，由文件管理器31管理的、存储在其他介质上的数据可以通过并行接口33和并行接口34被传送到存储器38。因为文件管理器31通过操作系统(MS-DOS)管理本存储卡和其他存储介质，有可能将存储在存储器38中的数据传送到其他的存储介质或将存储在其他存储介质的数据传送到存储器38。
现在说明存储卡1的数据存储区域(非易失性半导体存储器17)的物理格式。
存储卡1由用户区域和系统区域构成，系统区域中存储(例如)本存储卡1的内部信息。可以使用控制命令从主机2访问用户区域和系统区域。但是，应当注意用户区域和系统区域形成在相应的不同地址空间中，并且被主机2使用相应的不同命令来访问。
用户区域以(例如)64K字节或128K字节的块为单位物理地被划分。这个块表示在本存储卡1中的批删除的单位。即，在快闪存储器中的删除块对应于本块。
存在两种类型的块，即有效块或备用块。有效块是记录有文件的实体数据的块。备用块是其中记录有对于后来的缺陷的替换数据的区域。
用户区域被从主机2识别为基于扇区连续的区域。但是，它被记录有效数据的从扇区编号得到的逻辑块编号和被物理块编号内部管理。示出在逻辑块编号和物理块编号之间的对应关系的信息被记录在作为物理块的管理区域的冗余区域中，同时以对应关系被安排为数据的状态被记录在不能从主机2被访问的系统区域中。
在每个块中设置了指定块存储位置的物理块编号。这些物理块编号被唯一地设置而不依赖于是否所述的块是有效块或备用块。在有效块中记录了逻辑块编号。这些逻辑块编号被写入在相应的块中的预定区域中。在初始化本存储卡1的时候，逻辑块编号被记录。如果在块中发生故障，则通过替换逻辑块编号，故障块的逻辑块编号被写入到未记录的备用块中。每个块被以被作为单位的称为页面的写入/读出单位划分。这个页面与后面说明的逻辑格式的扇区一对一地对应。
与每个块一致的逻辑块编号唯一地与后述的逻辑格式簇编号和LBA扇区编号相关联。数据存储区域被以后述的逻辑格式从主机2侧虚拟地访问。但是，存储器I/F控制器16使用说明在逻辑和物理地址之间的关系的逻辑/物理转换表来进行地址转换。因此，主机2能够使用逻辑地址(簇编号或LBA扇区编号)来访问非易失性半导体存储器17而不用知道物理数据记录的位置。
以下说明系统区域的物理格式。
在系统区域中，记录了属性信息区域，其中记录了在控制本存储卡1时所需要的信息。
在属性信息区域中记录的数据具有如图6所示的含义。
在属性信息区域中，记录了“ATRB信息区域确认”、“器件信息项”、“系统信息”、“MBR值”和“PBR值”，如图6所示。
在“ATRB信息区域确认”中，包括用于识别属性信息区域的识别码。
“器件信息项”指示下面的“器件信息(系统信息、MBR值、MBR值和PBR值)”的每个的记录位置。所述记录位置以属性信息区域的偏移值表示。
在“系统信息”中，记录了本存储卡1的内部信息。例如，在“系统信息”中，记录了版本、分类信息、在一个块中的字节的数量、在一个块中的扇区的数量、块的总数、装配日期和时间、序号、装配者编号、快闪存储器制造者编号、快闪存储器型号、控制器编号、控制器功能、块边界的开始扇区编号和器件类型(读/写可行性、只读等)。
同时，当主机2以‘实时记录模式’记录数据时，引用在“系统信息”中记录的‘在一个块中包括的扇区的数量’和‘块边界的开始扇区的编号’。随后将详细地说明用于‘实时记录模式’的处理。
在“MBR值”中，记录了在MS-DOS上规定的‘MBR’(主引导记录)的推荐参数。例如。在“MBR值”中，记录了要记录在MBR中的引导标示、开始首标编号、开始柱面编号、系统标示、最终的首标编号、最终的扇区编号、最终的柱面编号、开始LBA扇区编号和分区大小。在开始LBA扇区编号中指示的扇区变为‘PBR(分区引导记录)’的记录位置，即在MS-DOS上规定的每个分区的开始位置。注意，虽然可以在MS-DOS中的一个存储介质中形成多个扇区，但在本实施例中假定在非易失性半导体存储器17中形成仅仅一个分区。
本发明不限于应用到形成仅仅唯一的分区的存储卡，而是可以应用到形成多个分区的存储卡。
在“PBR值”中，记录了在MS-DOS上规定的‘PBR’的推荐参数。例如，在“PBR值”中记录了在PBR中记录的跳转码、OEM的名称、版本、每个扇区的字节的数量、每个簇的扇区的数量、保留扇区的数量、FAT的数量(文件分配表的数量)、根目录项的数量、在介质中的扇区的数量、介质ID、每个头的扇区的数量、头的数量、隐藏的扇区的数量、逻辑扇区的总数、物理驱动器数量、扩展引导标示、卷序号、卷头、或文件系统类型。
上述是按照本发明的存储卡1的数据存储区域的物理格式的结构(非易失性半导体存储器17)的汇总。
同时，在按照本发明的存储卡1中，用于读出属性信息(READ_ATRB)的命令被设置为控制命令。主机2使用READ_ATRB命令读出“MBR值”和“PBR值”以使得有可能利用由装配者推荐的逻辑格式来初始化存储卡1。而且，在本存储卡1中，设置了用于初始化非易失性半导体存储器17的一个命令(FORMAT)来作为控制命令。如果主机2向存储卡1发出FORMAT命令，则存储器I/F控制器16引用记录在属性信息区域中的“MBR值”和“PBR值”，以便按照“MBR值”和“PBR值”的内容来初始化非易失性半导体存储器17。下面将详细地说明存储卡1的初始化。
以下说明应用到本发明的存储卡1的逻辑格式。
本发明的存储卡1使用MS-DOS可转换格式来作为用于数据存储区域的逻辑格式。MS-DOS可转换格式是用于通过分层的目录结构来管理在介质中记录的数据文件的文件系统。在MS-DOS可转换格式中，通过被称为柱面、头和扇区的单位以进行对在介质上的数据的访问。对于介质的实际数据读出/写入单位是扇区。MS-DOS可转换格式提供了称为簇的一个单位来用于管理被记录的数据。簇的大小是扇区大小的倍数。例如，64个扇区构成一个簇。从在主机2侧的操作系统，在簇的基础上进行文件管理。
在应用到本发明的存储卡1的逻辑格式中，簇的大小小于块的大小，并且n倍的簇的大小是一个块的大小，其中n是不小于2的整数。例如，当一个块的数据大小是128K字节时，则一个簇的数据大小是32K字节，即在一个块记录了四个簇。
被应用到本发明的存储卡1的逻辑格式被设置使得块的边界位置与簇的边界位置必定重合。即，所述设置使得一个簇不跨越两个块。
对于将逻辑格式设置为上述的条件，只需调整MS-DOS的文件管理数据的记录位置或相应的文件管理数据中记录的参数，所述MS-DOS的文件管理数据诸如MBR、PBR、FAT或路由目录。用于实现在上述的条件下的逻辑格式的参数被记录在属性信息的“MBR值”和“PBR值”中。
MS-DOS文件的文件管理数据的内容如下：
MBR被记录在用户区域的开始端。在MBR中所述的内容与在属性信息中的“MBR值”中所述的那些相同。
PBR被声明在每个分区的开始扇区中。记录PBR的扇区被声明在MBR中的开始LBA扇区编号中。同时，LBA扇区编号是在有效块中或有效块的替代块中的相应扇区唯一提供的编号。LBA扇区编号以升序被提供，所述升序从具有逻辑0号块的块的开始扇区开始。
FAT被记录在从PBR的下一个扇区开始的多个扇区中。FAT以簇为单位表示在用户区域中被处理的文件的连接状态。
在介质中记录的数据被以簇为单位进行管理。如果文件的主体跨越多个文件，则必须读出一个簇到其尾部并随后读出下一个簇。但是，下一个簇不必被记录在物理连续的位置。因此，在访问记录在介质上的数据中，主机2需要指示哪个是跟随给定簇的下一个簇的信息。这种信息被记录在FAT中。
FAT被提供与在介质上的簇一样多的存储区域。从02hex开始的簇编号被提供给在介质上存在的全部簇。对于在FAT中的相应的存储区域唯一地提供了簇编号。在这些存储区域的每个中，存储了跟随被分配存储区域的簇的下一个出的编号。因此，如果期望找出连接到给定簇的下一个簇，则只需引用存储在与所述的簇相关联的存储区域中的编号。
同时，本存储卡1记录了两个FAT(FAT1，FAT2)来用于备份。给定的FAT的物理大小必须恒定，即使更新数据内容，这是因为在介质中的簇的数量是不变的。
在路由目录项中，记录了在根目录中排列的每个文件和每个子目录的项目信息。路由目录项在从已经记录了FAT的最后一个扇区后面的下一个扇区起被记录。在给定的项目信息中的字节的数量是规定的值，而在路由目录中排列的项目的数量也是规定的值。结果，路由目录项的数据大小必须恒定。同时，在FAT32文件系统中，作为MS-DOS兼容格式的扩展，路由目录项不被独立地处理，并且在簇管理下被安排。
在MS-DOS可转换格式中。从上述的文件管理数据接着的扇区开始第一簇(簇编号“02”)。即，从已经被记录了路由目录项的最后一个扇区开始的扇区变为记录由用户产生的实际文件的区域。因此，上述的文件管理数据被记录在当前的存储卡1中，以便簇编号02的第一扇区必定变为块的开始扇区。在当前的存储卡1中，在用户区域中的给定块的开始扇区的LBA扇区编号被声明在属性信息中的‘块边界的开始扇区编号’中。
同时，被称为所谓的超软(super-floppy)系统的格式可以被应用到本发明的存储卡1。在超软系统中，未提供对应于上述的MBR的管理数据，并且PBR被记录在用户区域的开始端。本发明除了MS-DOS可转换格式之外还可以被应用到没有MBR的格式，诸如超软系统的格式。
以下说明用于通过主机2和数据记录方法来初始化存储卡1的处理。
为了使得能够从主机2的操作系统引用的本发明的存储卡1，存储卡1需要被MS-DOS的文件系统初始化。对于初始化处理，只需记录至少文件管理系统(MBR、PBR、FAT或路由目录项)。这个常轨上在存储卡1的发货时进行的初始化处理也可以在必要时由用户执行。
存在两种用于初始化存储卡1的方法。第一种方法是使用用于写入的控制命令在预定的扇区中写入必要的数据。第二种方法是使用用于初始化的控制命令。
为了说明第一和第二中方法，首先说明控制命令。
对于存储卡1，在接口协议上确定从主机2向存储器I/F控制器16传送操作控制命令。这个控制命令通过来自主机2的TPC中的命令设置命令被存储在寄存器电路13中的命令寄存器中。如果一旦控制命令被存储在命令寄存器中，则存储器I/F控制器16与控制命令一致地执行操作控制。
所述控制命令可以列举为：用于从非易失性半导体存储器17向数据缓冲器电路14读出数据的命令；用于从数据缓冲器电路14向非易失性半导体存储器17写入数据的命令；用于在非易失性半导体存储器17上消除数据的命令；格式化命令，用于将当前的存储卡1恢复为在从工厂发货时的状态；休眠命令，用于停止存储卡1的振荡器18的操作。
以下说明控制命令的具体示例。
READ_DATA命令是用于从在非易失性半导体存储器17的用户区域中的特定地址连续读出数据的命令。在接收到这个READ_DATA命令时，存储器I/F控制器16引用存储在寄存器电路13中的地址寄存器中的地址，以便访问在非易失性半导体存储器17上的地址，以从这个地址读出数据。如此被读出的数据被暂时传送到数据缓冲器电路14。如果一旦数据缓冲器电路14满，即如果已经读出512字节，则存储器I/F控制器16向主机2发出一个传送请求中断。当在数据缓冲器电路14中的数据被主机2读出时，从非易失性半导体存储器17向数据缓冲器电路14发送随后接着的数据。存储器I/F控制器16重复上述的处理，直到已经读出与存储在寄存器电路13中的数据计数寄存器的数据数目对应的数目的数据。
WRITE_DATA命令是用于从非易失性半导体存储器17的用户区域中的特定地址连续记录在数据缓冲器电路14中存储的记录数据的命令。如果提供WRITE_DATA命令，则存储器I/F控制器16引用在寄存器电路13中数据地址寄存器中的地址，以便访问在非易失性半导体存储器17上的地址，以从这个地址开始写入数据。所写入的数据是存储在数据缓冲器电路14中的数据。当数据缓冲器电路14耗尽时，即当已经写入了512个字节的数据时，存储器I/F控制器16向主机2发出传送请求中断。当主机2已经在数据缓冲器电路14中写入数据时，从数据缓冲器电路14向非易失性半导体存储器17写入后面接着的数据。存储器I/F控制器16重复上述的处理直到写入与存储在寄存器电路13中的数据计数寄存器中的数据数目对应的数目的数据。
READ_ATRB是用于从非易失性半导体存储器17读出属性信息的命令。当被提供这个READ_ATRB时，存储器I/F控制器16读出在非易失性半导体存储器17中的属性信息以向数据缓冲器电路14传送如此读出的数据。
FORMAT命令从非易失性半导体存储器17读出属性信息，同时读出在这个属性信息中的“MBR值”和“PBR值”以按照所读出的值来在非易失性半导体存储器17中写入MBR、PBR、FAT和路由目录项。
上述的说明以控制命令为中心。
如果按照第一种方法初始化存储卡1，则主机2使用READ_ATRB命令来读出在属性信息中的“MBR值”和“PBR值”。主机2引用在“MBR值”和“PBR值”中声明的值以产生MBR、PBR、FAT和路由目录。主机2使用WRITE_DATA命令在“MBR值”和“PBR值”中声明的预定扇区中写入如此产生的MBR、PBR、FAT和路由目录项。通过上述的处理，初始化存储卡1，以便它可以被主机2引用。
同时，MBR、PBR、FAT和路由目录项的值不必等于在属性信息中的“MBR值”或“PBR值”，并且可以由主机2唯一地产生。
如果通过第二种方法来初始化存储卡1，则主机2向主机2的存储器I/F控制器16发送FORMAT命令。当被提供FORMAT命令时，存储器I/F控制器16读出在属性信息中的“MBR值”或“PBR值”。根据在如此读出的“MBR值”或“PBR值”中声明的值，存储器I/F控制器16在非易失性半导体存储器17中的预定扇区中写入MBR、PBR、FAT和路由目录项。通过上述的处理，存储卡1被初始化。以便主机2可以引用它。
对于上述的本发明的存储卡1，有可能选择性地执行两种初始化，即：一种方法，其中主机2使用写入命令(WRITE_DATA命令)通过初始化写入由主机2本身产生的参数；另一种方法，其中主机2使用用于初始化的命令(FORMAT命令)，并且其中存储卡1自动执行初始化。在初始化存储卡1中，主机2能够使用用于初始化的命令(FORMAT命令)，以便专用的参数或初始化程序不必与要包含的版本或标准一致，而结果导致可以极其容易地实现初始化。
现在参照图7来说明从主机2向存储卡1记录数据时的操作。
当存储卡1被装在主机2的插槽中时，该主机使用用于读出属性信息的命令(READ ATRB命令)从属性信息中的“系统信息”读出‘在一个块中包括的扇区的数量’和‘块边界的开始扇区数量’(步骤S11)。
主机2随后处于待机状态，直到由用户开始记录操作(步骤S12)。
当用户开始记录操作时，主机2查看是否当前的记录模式是实时的记录模式或通常的记录模式(步骤S13)。
在记录模式是通常的记录模式的情况下，处理转到步骤S14，在记录模式是实时记录模式的情况下，处理转到步骤S15。
注意实时记录模式是这样的模式，其中像实时记录移动图像信号的一样，数据记录操作必须跟随记录数据产生处理，或者其中像在记录大量数据的情况一样，记录处理需要高速记录。另一方面，通常的记录模式是这样的记录模式，其中像记录静止图像的情况一样，不需要高速记录。选择实时记录或通常记录的模式选择可以由用户来手动设置或可以自动被设置以满足主机2的数据记录。
在步骤S14中，在簇的基础上执行记录处理。即，FAT被引用来在簇的基础上检索空白区域以便在所找出的空白区域中顺序地记录数据。
在步骤S15中，FAT被引用来找出对于一个块间隔连续空白的空白区域。如果存在这样的对于一个块间隔连续空白的空白区域，则数据被连续地记录在这样的空白区域中。即，如果存在空白的簇，但是数据已经被记录在所述空白簇所属的块的另一个簇中，则在所述空白簇中不记录数据。例如，如果一个块被四个簇构成，则以四个簇为基础来在空白簇中记录数据。
主机2通常不能识别物理格式的块。但是，在本存储卡1中，形成逻辑格式以便块边界位置必须是簇边界位置。因此，如果在一个块中的簇(或扇区)的数量和在块边界上的簇编号(或LBA扇区编号)是已知的，则可以从逻辑格式来识别块。因此，主机2能够从在步骤S11中引用的‘在一个块中包括的扇区的数量’和‘块边界的开始扇区数量’来验证在一个块中的簇的数量和在块中的开始簇的位置。
如果应用这个实时记录模式，则可以以块为基础记录数据而不使用特殊的文件系统，即使对于其中删除块在大小上大于簇的大小的介质也是如此。因此，对于本实时记录模式，可以不产生对于保护被记录的数据必要的垃圾收集而记录数据，因此可以比如果像通常一样在簇的基础上记录数据更迅速地执行记录。
同时，在通常的文件系统中，有可能在数据记录之前或期间确认在介质中的空闲容量。当选择通常的记录模式时，主机2仅仅从FAT检测空白簇的数量以计算空闲容量。如果相反选择实时记录模式，则仅仅从FAT检测空白簇的数量以计算空闲容量。如果相反已经选择了实时记录模式，则从FAT检测这样的其中未记录全部簇的块，并且从块的数量计算空闲容量。
现在示出格式化存储卡1的特定实例。现在说明的格式化实例是针对存储卡1的，其中总的容量是64M字节，扇区大小是512字节，簇大小是32K字节，一个块大小是128字节，并且记录一个FAT所需的扇区的数量是8。因此，每个簇由64个扇区构成，每个块由四个簇构成。同时，在本实例中，说明这样的情况，其中说明来作为MS-DOS类型的、在簇的总数超过4085情况下使用的FAT 16。在FAT 16中，在FAT中被分配到每个簇的字节的数量是2字节(16比特)。
图8示出了第一特定实例的介质的图像。图9示出了第一特定实例的相应参数的值。图10和11分别示出了第一特定实例的MBR和PBR的描述内容。
LBA扇区编号是唯一地附加到在介质中全部有效块的编号而与分区或引导区域无关。对于LBA扇区编号，开始扇区编号是0，并且依序递增1。块编号是提供到每个有效块的逻辑块编号。对于块编号，开始块是0，并且依序递增1。同时，在替代有效块的情况下，LBA扇区编号和块编号被提供到替代的块。
在第一特定实例中，MBR被记录在0号块的开始扇区中(具有LBA扇区编号0)。PBR被记录在1号块的LBA扇区编号462的扇区中。FAT1和FAT2被记录在1号块的LBA扇区编号464-479的扇区中。路由目录项被记录在具有1号块的扇区编号480-511的扇区中。
通过如上所述记录MBR、PBR、FAT和路由目录项，从块2(LBA扇区编号512)的开始扇区开始记录其中记录由用户产生的文件的开始扇区(簇2的开始扇区)。结果，逻辑格式是这样的一种，其中块边界的位置与簇边界的位置重合。
现在说明存储卡1的特定格式的第二特定实例。
图12示出了第二特定实例的介质的图像。图13示出了第二特定实例的相应参数的值。图14和图15分别示出了第二特定实例的MBR和PBR的描述的内容。
LBA扇区编号是是唯一地附加到在介质中的每个有效块的编号而与分区或引导区域无关。对于LBA扇区编号，开始扇区编号是0，并且依序递增1。块编号是提供给各个有效块的逻辑块编号。对于块编号，开始块是0，并且依序递增1。同时，在有效块的替代的情况下，LBA扇区编号和块编号被提供给替代块。
在第二种特定实例中，MBR被记录在0号块的开始扇区中(具有LBA扇区编号0)。PBR被记录在1号块的LBA扇区编号355的扇区中。FAT1和FAT2被记录在1号块的LBA扇区编号336-351的扇区中。路由目录项被记录在具有1号块的扇区编号352-383的扇区中。
通过如上所述记录MBR、PBR、FAT和路由目录项，其中记录由用户产生的文件的开始扇区(簇2的开始扇区)从块1的LBA扇区编号384开始被记录。结果，逻辑格式是这样的一种，其中块边界位置与簇边界位置重合。
在第一和第二种特定的实例中，块边界位置是簇边界位置，可以从主机2来进行基于块的批记录，即可以以四个簇为基础来进行记录。
同时，在FAT16格式中，开始的8个字节是规定的值“F8FF FFFF”。FAT16格式也规定从第九个字节开始的每四个字节每个簇的区域。第一簇的簇编号是“2”。在当前的实例中，每个扇区的字节的数量是512。因此，在FAT的第一扇区中，形成从簇编号2到簇编号127的簇区域。
在第一特定实例的格式的情况下，块2由簇编号02、03、04和05形成，并且块3由簇编号06、07、08和09形成，块4由簇编号0a、0b、0c和0d形成，等等，以便随后每个块由四个簇形成，如图16所示。而且，在第一特定实例的格式的情况下，FAT的开始扇区以块33的第二簇(簇7f)结束。FAT的第二扇区以块33的第三簇(簇80)开始。即，在第一特定实例的格式中，在FAT中表示的块边界不与FAT的实际扇区位置重合。
另一方面，对于第二特定实例的格式，块1由簇编号02和03形成，块2由簇编号04、05、06和07形成，块3由簇编号08、09、0a和0b形成，块4由簇编号0c、0d、0e和0f形成，等等，以便随后每个块由四个簇形成，如图17所示。而且，在第二特定实例的格式的情况下，FAT的开始扇区以块32的第四个簇、即在块(簇7f)中的最后一个簇结束。FAT的第二个扇区以块33的第一簇开始。即，在第二种特定实例的格式中，在FAT中表示的块边界与FAT的实际扇区位置重合。
如果FAT的实际扇区边界与由FAT表示的块边界不重合，并且要读出位于扇区边界的块的簇信息，则必须读出两个扇区。如果相反FAT的实际扇区边界与由FAT表示的块边界重合，则只需读出仅仅一个扇区，即使在要读出位于扇区边界的块的簇信息的情况中也是如此。
因此，在主机2侧的文件管理对于第二特定实例的格式比对于第一特定实例的格式更为容易。
在第一和第二中实例中，MBR被记录在唯一的块中。即，MBR被记录在与PBR、FAT或路由目录项不同的一个块中。通过在所述唯一的块中记录MBR，就有可能在像快闪存储器一样固定批删除单位的介质情况下提供文件安全。即，因为MBR被记录在易于被重写的PBR、FAT或根目录项中或在与实际数据不同的块中，因此将不必重写MBR，于是保证了文件安全。
即使与其中块大小大于簇大小的本存储卡1的情况不同的情况下，也可以应用在与其中记录PBR、FAT或路由目录项的块不同的块中记录MBR。
通常，MBR、PBR、FAT和路由目录项被基于扇区连续记录而与块位置无关，如图18所示。即，MBR和PBR被分别记录在扇区编号0的扇区和扇区编号1的扇区中。
如果相反像当簇大小是32K字节并且块大小是16K字节时一样簇大小小于块大小，则只需MBR被记录在扇区编号0的扇区中并且PBR被记录在扇区编号47的扇区中，如图19所示。
在其中像当簇大小是16K字节并且决大小是32K字节时一样簇大小等于块大小的情况下，只需MBR被记录在扇区编号0的扇区中，并且PBR被记录在扇区编号79的扇区中，如图20所示。
本发明不限于参照附图所述的实例，对于本领域内的技术人员显然的是，在不脱离所附的权利要求所限定的本发明的范围和主旨的情况下，可以设想各种改变、替换或等同物。
工业适用性
本发明的数据存储器件包括：非易失性半导体存储器，它可以基于块而被分批删除；系统信息存储单元，其中存储了指定在一个块中的扇区的数量和块边界位置的扇区的逻辑地址的信息，以便即使在应用其中对于半导体存储器的数据访问单元的最大尺寸小于半导体存储器的删除块大小的文件系统的情况下，也可以不产生所谓的垃圾收集地记录数据。
权利要求书
(按照条约第19条的修改)
1.一种可拆卸地安装到主机装置上的可移动数据存储器，包括：
非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；
系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息；其中
在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域；
在所述用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区，主机装置基于所述逻辑格式访问所述用户区域；并且其中
在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中。
2.按照权利要求1的数据存储器，其中块大小是簇大小的n倍，其中n是不小于2的整数，并且其中形成逻辑格式以便在用户区域中的每个块的开始扇区与所述簇的开始扇区重合。
3.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理系统由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
4.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域中的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、记录在从接着每个PBR的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述PBR声明与记录了所述PBR的分区相关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
5.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；记录从接着路由目录项的下一个扇区开始。
6.按照权利要求4的数据存储器，其中所述逻辑格式被设置，以便在一个扇区中以自完成形式形成在一个块中记录的n个连续簇的相互连接信息的记录区域。
7.按照权利要求6的数据存储器件，其中用于记录PBR的逻辑扇区被存储在所述系统信息存储单元中。
8.按照权利要求1的数据存储器，其中所述系统信息存储单元被形成在所述半导体存储器的记录区域上。
9.一种主机，其上可拆卸地安装了可移动数据存储器，所述主机包括
主机侧接口，用于访问所述数据记录器件；其中
所述数据存储器包括：非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；以及
系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息；其中
在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域；
在所述用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区；其中
在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中；并且其中
所述主机侧接口基于所述逻辑格式访问所述用户区域，
10.按照权利要求9的主机，其中块大小是簇大小的n倍，其中n是不小于2的整数，并且其中形成逻辑格式以便在用户区域中的每个块的开始扇区与所述簇的开始扇区重合。
11.按照权利要求10的主机，其中所述文件管理系统由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
12.按照权利要求10的主机，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、记录在从PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
13.按照权利要求10的主机，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；从接着路由目录项的下一个扇区开始进行记录。
14.按照权利要求12的主机，其中所述逻辑格式被设置，以便在一个扇区中以自完成形式形成在一个块中记录的n个连续簇的相互连接信息的记录区域。
15.按照权利要求14的主机，其中用于记录PBR的逻辑扇区被存储在数据存储装置的所述系统信息存储单元中。
16.按照权利要求9的主机，其中所述系统信息存储单元被形成在半导体存储器的记录区域上。
17.一种数据记录系统，具有主机和可拆卸地安装到该主机上可移动数据存储器，其中
所述数据存储器包括：非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；以及系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息；其中
在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域；
在所述用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区；并且其中
在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中。
18.按照权利要求17的数据记录系统，其中块大小是簇大小的n倍，其中n是不小于2的整数，并且其中形成逻辑格式以便在用户区域中的每个块的开始扇区与所述簇的开始扇区重合。
19.按照权利要求18的数据记录系统，其中所述文件管理系统由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
20.按照权利要求18的数据记录系统，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域中的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、记录在从接着每个PBR的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述PBR声明与记录了所述PBR的分区相关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
21.按照权利要求18的数据记录系统，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；记录从接着路由目录项的下一个扇区开始。
22.按照权利要求20的数据记录系统，其中所述逻辑格式被设置，以便在一个扇区中以自完成形式形成在一个块中记录的n个连续簇的相互连接信息的记录区域。
23.按照权利要求22的数据记录系统，其中用于记录PBR的逻辑扇区被存储在所述系统信息存储单元中。
24.按照权利要求17的数据记录系统，其中所述系统信息存储单元被形成在半导体存储器的记录区域上。
25.一种用于可拆卸地安装在主机装置上的可移动数据存储器的数据管理方法，所述数据存储器包括：
非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；以及系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息；其中
在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域；
在所述用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区，主机装置基于所述逻辑格式访问所述用户区域；并且其中
在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中。
26.按照权利要求25的数据管理方法，其中块大小是簇大小的n倍，其中n是不小于2的整数，并且其中形成逻辑格式以便在用户区域中的每个块的开始扇区与所述簇的开始扇区重合。
27.按照权利要求26的数据管理方法，其中所述文件管理系统由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
28.按照权利要求26的数据管理方法，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域中的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、记录在从接着每个PBR的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述PBR声明与记录了所述PBR的分区相关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
29.按照权利要求26的数据管理方法，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；记录从接着路由目录项的下一个扇区开始。
30.按照权利要求28的数据管理方法，其中所述逻辑格式被设置，以便在一个扇区中以自完成形式形成在一个块中记录的n个连续簇的相互连接信息的记录区域。
31.按照权利要求30的数据管理方法，其中用于记录PBR的逻辑扇区被存储在所述系统信息存储单元中。
32.按照权利要求25的数据管理方法，其中所述系统信息存储单元被形成在半导体存储器的记录区域上。

Claims (8)

1.一种可拆卸地安装到主机装置上的可移动数据存储器，包括：
非易失性半导体存储器，其中记录在其上的数据按照作为单位的预定数据量的块被分批删除；
系统信息存储单元，包括被记录在其中的数据存储器件的内部信息；其中
在所述半导体存储器的存储区域中提供了作为其中由用户记录数据的区域的用户区域；
在所述用户区域中作为一单元记录文件管理数据，所述文件管理数据与一逻辑格式相对应，通过将来自作为数据读取/写入单元的一个扇区的逻辑地址设置为另一个，该逻辑格式管理被记录的数据，另外该逻辑格式还以簇管理所记录的数据的相互连接关系，所述簇包括预定数量的物理连续扇区，主机装置基于所述逻辑格式访问所述用户区域；并且其中
在一个块中的扇区的数量和指示在块边界位置的扇区的逻辑地址的信息被存储在所述系统信息存储单元中。
2.按照权利要求1的数据存储器，其中块大小是簇大小的n倍，其中n是不小于2的整数，并且其中形成逻辑格式以便在用户区域中的每个块的开始扇区与所述簇的开始扇区重合。
3.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理系统由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
4.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域中的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、记录在从接着每个PBR的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)、以及记录在从每个FAT的下一个逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的路由目录项；
所述PBR声明与记录了所述PBR的分区相关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；
所述被记录在分区中的实体数据从接着路由目录项的下一个扇区开始被记录。
5.按照权利要求2的数据存储器，其中所述文件管理数据由下列构成：记录在所述用户区域的开始逻辑地址的扇区中的主引导记录(MBR)、记录在所述用户区域中形成的每个分区的开始逻辑地址的扇区中的分区引导记录(PBR)、以及记录在从每个PBR后面接着的逻辑地址的扇区开始的多个扇区上的文件分配表(FAT)；
所述MBR声明已经记录了PBR的扇区的逻辑地址；
所述PBR声明已经记录了所述PBR的分区有关的信息；
所述FAT与在分区中的全部簇相关联地形成一个区域，用于存储指定与当前簇连接的下一个簇的相互连接信息；
所述路由目录项声明对于在最上目录和子目录中安排的文件的项目信息；记录从接着路由目录项的下一个扇区开始。
6.按照权利要求4的数据存储器，其中所述逻辑格式被设置，以便在一个扇区中以自完成形式形成在一个块中记录的n个连续簇的相互连接信息的记录区域。
7.按照权利要求6的数据存储器件，其中用于记录PBR的逻辑扇区被存储在所述系统信息存储单元中。
8.按照权利要求1的数据存储器，其中所述系统信息存储单元被形成在半导体存储器的记录区域上。
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