JP2000311104A

JP2000311104A - 記録方法、管理方法、及び記録装置

Info

Publication number: JP2000311104A
Application number: JP2000038062A
Authority: JP
Inventors: Kenichi Iida; 健一飯田; Eiichi Yamada; 榮一山田; Hideji Obayashi; 秀次大林
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1999-02-26
Filing date: 2000-02-09
Publication date: 2000-11-07
Anticipated expiration: 2020-02-09
Also published as: JP4441968B2

Abstract

(57)【要約】【課題】高ビットレートのストリームデータに対応し
て書込可能とする。【解決手段】ストリームデータ等の主情報を連続して
記録している期間には、ディレクトリ情報やリンク情報
等の管理情報の更新は行なわないようにすることで、主
情報の記録に関して、単位時間当たりの書込可能なデー
タ量を大幅に増大させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は各種データファイル
を記録できる記録媒体に対するデータファイルの記録方
法、管理方法、及び記録装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】近年、例えばフラッシュメモリなどの固
体記憶素子を搭載した小型の記録媒体を形成し、専用の
ドライブ装置や、或いはドライブ装置をオーディオ／ビ
デオ機器、情報機器などに内蔵して、コンピュータデー
タ、静止画像データ、動画像データ、音楽や音声のオー
ディオデータなどを記憶できるようにするものが開発さ
れている。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ところで、このような
固体記憶素子を利用した記録システムにおいては、動画
像データ、オーディオデータなど、内容的に時間的連続
性があり、記録データとしては時間的に連続して供給さ
れてくるデータ（以下、ストリームデータという）を記
録する場合には、単位時間当たりの記録可能データ量と
ストリームデータのビットレートの関係で、適切に記録
ができない場合がある。換言すれば、時間的に連続して
供給されてくるストリームデータのビットレート（単位
時間当たりのデータ量）が記録可能なデータ量としての
ビットレートを超える場合は、ストリームデータがオー
バーフローしてしまうことになる。そのため、記録可能
なストリームデータとしてのビットレートが制限される
ことになる。つまりビットレートが所定値以上高いスト
リームデータはリアルタイムには書込ができない。

【０００４】ここで、フラッシュメモリを用いる記録媒
体に対して、ＦＡＴ（File Allocation Table）により
書込データのアドレスを管理するとともに、アドレス変
換テーブルを用いるシステムについてのデータ書込処理
について図３２に示す。ＦＡＴ及びアドレス変換テーブ
ルについて詳しくは後述するが、ＦＡＴとは所定データ
単位（後述するクラスタ）毎にデータを書き込んだ際
に、そのアドレスをリンクさせることで１つのファイル
としての各クラスタのつながりを管理する情報である。
またアドレス変換テーブルは、ＦＡＴで用いる論理アド
レスを実際の記録媒体上の実アドレスである物理アドレ
スに変換するための情報である。即ち或る１つのファイ
ルデータは、記録媒体上で通常複数のクラスタに渡って
記録されるが、ＦＡＴではそのクラスタのつながりを記
録することで、１つのデータファイルとしての記録部分
（各クラスタのアドレス及び順序）が管理される。また
ＦＡＴでは論理アドレスとしてデータに対応するアドレ
スで処理を行うが、これがアドレス変換テーブルに基づ
いて物理アドレスに変換されて記録媒体に対する記録再
生アクセスが行われることになる。

【０００５】ストリームデータの記録が行われる場合に
は、記録装置のコントローラは、図３２に示すようにま
ずステップＦ３０１としてファイルオープンを行なって
記録動作を開始する。そして供給されてくるストリーム
データとして、１クラスタ分のデータが取り込まれる毎
に、ステップＦ３０２でそのクラスタ分のデータの記録
媒体への書込を行い、ステップＦ３０３、Ｆ３０４でク
ラスタの書込に伴ったアドレス変換テーブル及びＦＡＴ
の更新を行う。つまり記録媒体上のＦＡＴ及びアドレス
変換テーブルを書き換える。

【０００６】これらの更新処理が必要なのは、クラスタ
データの書き込みには、ＦＡＴ上の未使用の論理アドレ
スを割り当てて使用し、記録媒体上ではこの論理アドレ
スに対応した物理アドレスが使用されるためである。つ
まり、１つのクラスタの記録に応じてＦＡＴ上のある未
使用領域が割り当てられ、その論理アドレスに対応させ
て未使用の物理アドレスをアドレス変換テーブル上で割
り当てるためである。

【０００７】１クラスタ分のストリームデータが取り込
まれる毎にこのステップＦ３０２〜Ｆ３０４を繰り返し
ていき、記録データとして供給された全ストリームデー
タの記録が完了したら、ステップＦ３０５からＦ３０６
に進み、ファイルクローズを行って処理を終える。

【０００８】このような処理が通常行われるわけである
が、この場合、１クラスタ分のデータを書き込む毎に、
ＦＡＴの更新データの書込及びアドレス変換テーブルの
更新データの書込が必要になる。つまりストリームデー
タ量：１に対して管理情報更新データ量：２の割合で書
込が必要になるため、ストリームデータの書込可能量は
単位時間当たりの書込可能データ量の約１／３となって
いた。

【０００９】記録媒体に書込可能な単位時間当たりのデ
ータ量はシステムのハードウエアのスペックにより決ま
ってしまうため、上述したようにこれを越えるようなビ
ットレートのストリームデータに対応不能となることは
仕方ないが、上記処理の事情により、書込可能な単位時
間当たりのデータ量の約１／３など、ハードウエアのス
ペックによる上限よりも遙かに低い上限が生じてしまう
ことは好ましいものではない。このようなことから、或
る１つのシステムとして、ハードウエア的には可能であ
るが、ソフトウエア的な事情により高ビットレートのス
トリームデータの書込に対応できないというようなこと
をできるだけ解消したいという要望がある。言い換えれ
ば、可能な限りハードウエアのスペックにより決まる上
限に近いビットレートのストリームデータまで記録可能
とさせたい。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明はこのような事情
に応じて、ブロック化された単位領域を有し、時間的に
連続して入力される主情報を、離散的なブロック又は連
続的なブロックに記録していくことができる主情報記録
領域と、上記主情報に対する上記主情報記録領域上の記
録開始位置と、上記主情報が記録された各ブロックを論
理的に結合させるリンク情報と、上記主情報を管理する
ディレクトリ情報と、から成る管理情報を記録する管理
領域とから構成される記録媒体に対して、効率的な記録
処理を実行することで、より高ビットレートのストリー
ムデータにも対応して記録を実行できるようにすること
を目的とする。

【００１１】このため上記記録媒体に主情報を記録する
本発明の記録方法は、新規な主情報を記録する際に上記
ディレクトリ情報として暫定ファイル名を記録する暫定
ファイル名記録手順と、上記主情報記録領域に存在する
記録可能なブロックを所定の順序で検索する検索手順
と、上記検索手順において検知した記録可能なブロック
に上記主情報を順次記録する主情報記録手順と、上記主
情報記録手順により、主情報の上記主情報記録領域への
記録が終了した後に、上記リンク情報を生成して、生成
されたリンク情報と記録開始位置を上記管理領域に記録
する管理情報記録手順と、上記暫定ファイル名を消去す
る暫定ファイル名消去手順と、が行われるようにする。

【００１２】また上記記録媒体に対する本発明の管理方
法は、上記ディレクトリ情報に暫定ファイル名が書き込
まれているか否かを判定する暫定ファイル名判定手順
と、上記判定手順によって暫定ファイル名が書き込まれ
ていると判定された場合に、上記管理情報に基づいて記
録可能とされるブロックを所定の順序で検索する検索手
順と、上記検索されたブロックに主情報が記録されてい
るか否かを判定する記録判定手順と、上記記録判定手順
において最初に主情報が記録されたブロックであると判
定されたブロックを記録開始位置とし、さらに上記検索
手順の検索順序で主情報が記録されていると判定された
ブロックが論理的に結合されるようにリンク情報を作成
するリンク情報作成手順と、上記記録開始位置と上記リ
ンク情報を、上記管理情報として上記管理領域に記録す
る管理情報記録手順と、上記暫定ファイル名を消去する
暫定ファイル名消去手順と、が行われるようにする。

【００１３】また上記記録媒体に対する本発明の記録装
置は、上記ディレクトリ情報と上記主情報と上記管理情
報の各々を、上記記録媒体の所定の領域に記録しまたは
消去することができる記録消去手段と、上記記録媒体の
記録可能なブロックを所定の順番で検索する検索手段
と、リンク情報を生成するリンク情報生成手段と、新規
な主情報を記録する際に暫定ファイル名を上記ディレク
トリ情報として上記管理領域に記録させ、また連続して
入力される主情報を上記検索手段により検索された記録
可能なブロックに順次記録させ、また上記主情報の記録
が終了した後に上記リンク情報生成手段によって生成さ
れたリンク情報と記録開始位置とを上記管理領域に記録
させ、また上記暫定ファイル名を消去させるように、上
記記録消去手段を制御する制御手段と、を備えているよ
うにする。

【００１４】即ち本発明では、ストリームデータ等の主
情報を記録している期間には、管理情報やアドレス変換
情報の更新は行わないようにする（別の時点で行う）。
これにより主情報の記録に関して、単位時間当たりの書
込可能データ量を大幅に増大させ、より高ビットレート
のストリームデータにも対応できるようにする。

【００１５】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て説明する。なお、この実施の形態は、記録媒体として
板状の外形形状を有する板状メモリを挙げ、これに対し
てデータの記録再生を行うことのできるドライブ装置及
びそのドライブ装置による記録方法、管理方法とする。
説明は次の順序で行う。１．板状メモリの外形形状２．板状メモリのフォーマット２−１．メモリファイルシステム処理階層２−２．物理的データ構造２−３．物理アドレス及び論理アドレスの概念２−４．論理−物理アドレス変換テーブル３．ドライブ装置の構成４．ＦＡＴ構造５．ストリームデータの書込処理６．復活処理

【００１６】１．板状メモリの外形形状まず図１により、本例の記録媒体である、板状メモリ１
の外形形状について説明する。板状メモリ１は、例えば
図１に示すような板状の筐体内部に例えば所定容量のの
メモリ素子を備える。本例としては、このメモリ素子と
してフラッシュメモリ（Flash Memory）が用いられるも
のである。図１に平面図、正面図、側面図、底面図とし
て示す筐体は例えばプラスチックモールドにより形成さ
れ、サイズの具体例としては、図に示す幅Ｗ１１、Ｗ１
２、Ｗ１３のそれぞれが、Ｗ１１＝６０ｍｍ、Ｗ１２＝
２０ｍｍ、Ｗ１３＝２．８ｍｍとなる。

【００１７】筐体の正面下部から底面側にかけて例えば
９個の電極を持つ端子部２が形成されており、この端子
部２から、内部のメモリ素子に対する読出又は書込動作
が行われる。筐体の平面方向の左上部は切欠部３とされ
る。この切欠部３は、この板状メモリ１を、例えばドラ
イブ装置本体側の着脱機構へ装填する際などに挿入方向
を誤ることを防止するためのものとなる。また筐体底面
側には使用性の向上のため滑り止めを目的とした凹凸部
４が形成されている。さらに底面側には、記憶内容の誤
消去を防止する目的のスライドスイッチ５が形成されて
いる。

【００１８】２．板状メモリのフォーマット２−１．メモリファイルシステム処理階層続いて、板状メモリ１を記録媒体とするシステムにおけ
るフォーマットについて説明していく。図２は、板状メ
モリ１を記録媒体とするシステムのファイルシステム処
理階層を示すものである。この図に示すように、ファイ
ルシステム処理階層としては、アプリケーション処理層
の下に、順次、ファイル管理処理層、論理アドレス層、
物理アドレス層、フラッシュメモリアクセスがおかれ
る。この階層では、ファイル管理処理層がいわゆるＦＡ
Ｔ（File Allocation Table）となる。また、この図か
ら分かるように、本例のファイルシステムでは論理アド
レス及び物理アドレスという概念が導入されているが、
これについては後述する。

【００１９】２−２．物理的データ構造図３には、板状メモリ１内の記憶素子である、フラッシ
ュメモリの物理的データ構造が示されている。フラッシ
ュメモリとしての記憶領域は、セグメントという固定長
のデータ単位が大元となる。このセグメントは、１セグ
メントあたり４ＭＢ（メガバイト）或いは８ＭＢとして
規定されるサイズであり、１つのフラッシュメモリ内に
おけるセグメント数は、そのフラッシュメモリの容量に
依存して異なってくる。

【００２０】そして、この１セグメントを図３（ａ）に
示すように、ブロックという固定長のデータ単位として
８ＫＢ（キロバイト）又は１６ＫＢにより区切るように
される。原則として、１セグメントは５１２ブロックに
区切られることから、図３（ａ）に示すブロックｎにつ
いては、ｎ＝５１１とされることになる。但し、フラッ
シュメモリでは、書き込み不可な損傷エリアであるディ
フェクトエリアとしてのブロック数が所定数の範囲で許
可されているため、データ書き込みが有効とされる実質
的なブロック数を対象とすれば、上記ｎは５１１よりも
少なくなる。

【００２１】図３（ａ）に示すようにして形成されるブ
ロック０〜ｎのうち、先頭の２つのブロック０，１はブ
ートブロックといわれる。但し、実際には有効なブロッ
クの先頭から２つのブロックがブートブロックとして規
定されることになっており、必ずしもブートブロックが
ブロック０，１である保証はない。そして、残りのブロ
ックが、ユーザデータが格納されるユーザブロックとな
る。

【００２２】１ブロックは、図３（ｄ）に示すようにし
て、ページ０〜ｍにより分割される。１ページの容量
は、図３（ｅ）に示すように、５１２バイトのデータエ
リアと１６バイトの冗長部よりなる、５２８（＝５１２
＋１６）バイトの固定長とされる。なお、冗長部の構造
については図３（ｆ）により後述する。また、１ブロッ
ク内のページ数としては、１ブロックの容量が８ＫＢの
場合には１６ページ、１６ＫＢの場合には３２ページと
なる。

【００２３】このような、図３（ｄ）（ｅ）に示される
ブロック内のページ構造は、上記ブートブロックとユー
ザブロックとで共通である。また、フラッシュメモリで
は、データの読み出し、及び書き込みはページ単位で行
われ、データの消去はブロック単位で行われるものとさ
れる。そして、データの書き込みは、消去済みのページ
に対してしか行われないものとされている。従って、実
際のデータの書き換えや書き込みは、ブロック単位を対
象として行われることになる。

【００２４】先頭のブートブロックは、図３（ｂ）に示
すように、ページ０に対してヘッダーが格納され、ペー
ジ１には初期不良データの位置（アドレス）を示す情報
が格納される。また、ページ２にはＣＩＳ／ＩＤＳとい
われる情報が格納される。２つめのブートブロックは図
３（ｃ）に示すように、ブートブロックとしてのバック
アップのための領域とされている。

【００２５】図３（ｅ）に示された冗長部（１６バイ
ト）は、図３（ｆ）に示す構造を有する。この冗長部
は、図のように先頭の第０バイト〜第２バイトの３バイ
トが、データエリアのデータ内容の更新に応じて書き換
えが可能なオーバーライトエリアとされる。このオーバ
ーライトエリアのうち、第０バイトにはブロックステー
タスが格納され、第１バイトにはデータステータスが格
納される(Block Flag Data)。また、第２バイトの上位
の所定ビットを利用して変換テーブルフラグ(Page Data
Status1)が格納される。

【００２６】原則として第３バイト〜第１５バイトは、
その内容が現ページのデータ内容に応じて固定とされ、
書き換えが不可とされる情報が格納される領域となる。
第３バイトには管理フラグ(Block Info)が格納され、第
４，第５バイトから成る２バイトの領域には、後述する
論理アドレス(Logic Address)が格納される。第６〜第
１０バイトの５バイトの領域は、フォーマットリザーブ
の領域とされ、続く第１１，第１２バイトの２バイト
が、上記フォーマットリザーブに対して誤り訂正を施す
ための分散情報ＥＣＣを格納する領域とされる。残る第
１３〜第１５バイトには、図３（ｅ）に示すデータエリ
アのデータに対して誤り訂正を行うためのデータＥＣＣ
が格納される。

【００２７】上記図３（ｆ）に示した冗長部の第３バイ
トに格納される管理フラグは、図４に示すようにして、
ビット７〜ビット０の各ビットに、その内容が定義され
ている。ビット７，６、及びビット１，０はリザーブ
（未定義）領域とされている。ビット５は現ブロックに
対してのアクセス許可の「有効」（‘１’；Free）／
「無効」(‘０’；Read Protected）を示すフラグが格
納される。ビット４には現ブロックについてのコピー禁
止指定（‘１’；ＯＫ／‘０’；ＮＧ）についてのフ
ラグが格納される。

【００２８】ビット３は変換テーブルフラグとされる。
この変換テーブルフラグは、現ブロックが後述する論理
−物理アドレス変換テーブルであるのか否かを示す識別
子であり、このビット３の値が‘０’とされていれば、
現ブロックは論理−物理アドレス変換テーブルであるこ
とが識別され、‘０’であれば無効となる。つまり、現
ブロックは論理−物理アドレス変換テーブルではないこ
とが識別される。

【００２９】ビット２はシステムフラグが格納され、
‘１’であれば現ブロックがユーザブロックであること
が示され、‘０’であればブートブロックであることが
示される。

【００３０】ここで、セグメント及びブロックと、フラ
ッシュメモリ容量との関係を図９（左３列を参照）によ
り説明しておく。板状メモリ１のフラッシュメモリ容量
としては、４ＭＢ，８ＭＢ，１６ＭＢ，３２ＭＢ，６４
ＭＢ，１２８ＭＢの何れかであるものとして規定されて
いる。そして、最も容量の小さい４ＭＢの場合である
と、１ブロックは８ＫＢと規定された上で、そのブロッ
ク数としては５１２個とされる。つまり、４ＭＢはちょ
うど１セグメントの容量を有するものとされる。そし
て、４ＭＢの容量であれば、同様に１ブロック＝８ＫＢ
の容量が規定された上で、２セグメント＝１０２４ブロ
ックとなる。なお、前述したように、１ブロック＝８Ｋ
Ｂであれば、１ブロック内のページ数は１６ページとな
る。但し１６ＭＢの容量では、１ブロックあたりの容量
として８ＫＢと１６ＫＢの両者が存在することが許可さ
れている。このため、２０４８ブロック＝４セグメント
（１ブロック＝８ＫＢ）のものと、１０２４ブロック＝
２セグメント（１ブロック＝１６ＫＢ）のものとの２種
類が在ることになる。１ブロック＝１６ＫＢの場合に
は、１ブロック内のページ数は３２ページとなる。

【００３１】また、３２ＭＢ，６４ＭＢ，１２８ＭＢの
容量では、１ブロックあたりの容量は１６ＫＢのみであ
るとして規定される。従って、３２ＭＢでは２０４８ブ
ロック＝４セグメントとなり、６４ＭＢでは４０９６ブ
ロック＝８セグメントとなり、１２８ＭＢでは８１９２
ブロック＝１６セグメントとなる。

【００３２】２−３．物理アドレス及び論理アドレスの
概念次に、上述したようなフラッシュメモリの物理的データ
構造を踏まえたうえで、図５に示すデータ書き換え動作
に従って、本例のファイルシステムにおける物理アドレ
スと論理アドレスの概念について説明する。

【００３３】図５（ａ）には、或るセグメント内から４
つのブロックを抜き出して、これを模式的に示してい
る。各ブロックに対しては物理アドレスが付される。こ
の物理アドレスはメモリにおけるブロックの物理的な配
列順に従って決まるもので、或るブロックとこれに対応
付けされた物理アドレスとの関係は不変となる。ここで
は、図５（ａ）に示す４ブロックに対して、上から順に
物理アドレスの値として、１０５，１０６，１０７，１
０８が付されている。なお、実際の物理アドレスは２バ
イトにより表現される。

【００３４】ここで、図５（ａ）に示すように、物理ア
ドレス１０５，１０６で示されるブロックがデータの記
憶されている使用ブロックで、物理アドレス１０７，１
０８で示されるブロックがデータが消去、即ち、未記録
領域とされた未使用ブロックとなっている状態であると
する。

【００３５】そして、論理アドレスであるが、この論理
アドレスは、ブロックに対して書き込まれたデータに付
随するようにして割り振られるアドレスとされる。そし
て、この論理アドレスが、後述するＦＡＴファイルシス
テムが利用するアドレスとされている。図５（ａ）で
は、４つの各ブロックに対して、上から順に論理アドレ
スの値として、１０２，１０３，１０４，１０５が付さ
れている状態が示されている。なお、論理アドレスも実
際には２バイトにより表現されるものである。

【００３６】ここで、上記図５（ａ）に示す状態から、
例えば物理アドレス１０５に格納されているデータの更
新として、内容の書き換え又は一部消去を行うとする。
このような場合、フラッシュメモリのファイルシステム
では、同じブロックに対して更新したデータを再度書き
込むことはせずに、未使用のブロックに対してその更新
したデータを書き込むようにされる。つまり、例えば図
５（ｂ）に示すようにして、物理アドレス１０５のデー
タは消去したうえで、更新されたデータはこれまで未使
用ブロックであった物理アドレス１０７で示されるブロ
ックに書き込むようにされる（処理）。

【００３７】そして、処理として示すように、データ
更新前（図５（ａ））の状態では物理アドレス１０５に
対応していた論理アドレス１０２が、更新されたデータ
が書き込まれたブロックの物理アドレス１０７に対応す
るように、論理アドレスについての変更を行うものであ
る。これに伴って、データ更新前は物理アドレス１０７
に対応していた論理アドレス１０４については、物理ア
ドレス１０５に対応するように変更されている。

【００３８】つまり、物理アドレスはブロックに対して
固有に付されるアドレスであり、論理アドレスは、一旦
ブロックに対して書き込まれたデータに付随するように
してついて回る、ブロック単位の書き込みデータに固有
となるアドレスであるとみることができる。

【００３９】このようなブロックのスワップ処理が行わ
れることで、或る同一の記憶領域（ブロック）に対して
繰り返し集中的にアクセスされることが無くなり、書き
換え回数の上限があるフラッシュメモリの寿命を延ばす
ことが可能となる。そして、この際に論理アドレスを上
記処理のようにして扱うことで、ブロックのスワップ
処理によって更新前と更新後のデータとで書き込まれる
ブロックの移動があるようにされても、ＦＡＴからは同
一のアドレスが見えることになり、以降のアクセスを適
正に実行することができるものである。なお、後述する
論理−物理アドレス変換テーブル上での更新のための管
理を簡略にすることなどを目的として、ブロックのスワ
ップ処理は、１セグメント内で完結するものとして規定
されている。逆に言えば、ブロックのスワップ処理はセ
グメント間で跨るようにしては行われない。

【００４０】２−４．論理−物理アドレス変換テーブル上記図５による説明から分かるように、ブロックのスワ
ップ処理が行われることで、物理アドレスと論理アドレ
スの対応は変化する。従って、フラッシュメモリに対す
るデータの書き込み及び読み出しのためのアクセスを実
現するには、物理アドレスと論理アドレスとの対応が示
される論理−物理アドレス変換テーブルが必要となる。
つまり、論理−物理アドレス変換テーブルをＦＡＴが参
照することで、ＦＡＴが指定した論理アドレスに対応す
る物理アドレスが特定され、この特定された物理アドレ
スにより示されるブロックにアクセスすることが可能に
なるものである。逆に言えば、論理−物理アドレス変換
テーブルが無ければ、ＦＡＴによるフラッシュメモリへ
のアクセスが不可能となる。

【００４１】従来では、例えばセット本体に対して板状
メモリ１が装着されたときに、セット本体側のマイクロ
プロセッサが板状メモリ１の記憶内容をチェックするこ
とで、セット本体側で論理−物理アドレス変換テーブル
の構築を行い、更にこの構築された論理−物理アドレス
変換テーブルをセット本体側のＲＡＭに格納するように
していた。つまり、板状メモリ１内には、論理−物理ア
ドレス変換テーブルの情報は格納されてはいなかった。
これに対して本例では、以降説明するように板状メモリ
１に対して、論理−物理アドレス変換テーブルを格納す
るように構成している。

【００４２】図６は、本例の板状メモリ１に対して格納
される論理−物理アドレス変換テーブルの構築形態を概
念的に示すものである。つまり、本例では、例えば論理
アドレスの昇順に従って、これに対応する２バイトの物
理アドレスを格納するようにしたテーブル情報を論理−
物理アドレス変換テーブルとして構築するようにされ
る。なお、前述したように、物理アドレス、及び論理ア
ドレスは共に２バイトで表現される。これは、１２８Ｍ
Ｂの最大容量のフラッシュメモリの場合には８１９２個
のブロックが存在するため、最大で、この８１９２個の
ブロック数をカバーできるだけのビット数が必要とされ
ることに基づく。このため、図６において例示している
物理アドレスと論理アドレスとについても、実際に即し
て２バイトで表現している。但し、ここでは、この２バ
イトを１６進数により表記している。つまり、「０ｘ」
によりその後に続く値が１６進法表記であることが示さ
れる。なお、この「０ｘ」により１６進数であることを
表す表記は、以降の説明において１６進数を表記する場
合にも同様に用いることとする。（但し、表記の煩雑化
を防ぐため「０ｘ」を省略している図面もある。）

【００４３】図７に、上記図６に示した概念に基づく論
理−物理アドレス変換テーブルの構造例を示す。論理−
物理アドレス変換テーブルは、フラッシュメモリの最後
のセグメント内の或るブロックに対して、図７に示すよ
うにして格納される。先ず図７（ａ）に示すように、ブ
ロックを分割するページのうち、ページ０，１からなる
２ページの領域がセグメント０用の論理−物理アドレス
変換テーブルとして割り当てられる。例えば、図９にて
説明したように、フラッシュメモリが４ＭＢの容量であ
れば１セグメントしか有さないために、このページ０，
１のみの領域が論理−物理アドレス変換テーブルの領域
となる。また、例えばフラッシュメモリが８ＭＢの容量
であれば２セグメントを有するため、セグメント０用の
論理−物理アドレス変換テーブルとして割り当てられる
ページ０，１に加え、これに続くページ２，３の２ペー
ジがセグメント１用の論理−物理アドレス変換テーブル
として割り当てられることになる。

【００４４】以降、フラッシュメモリの容量の増加に応
じて、続く２ページごとにセグメントごとの論理−物理
アドレス変換テーブルの割り当て領域が設定されていく
ことになる。そして、最大の１２８ＭＢの容量を有する
場合であれば１６セグメントが存在するため、最大で
は、セグメント１５用までのページが論理−物理アドレ
ス変換テーブルの領域として割り当てられることにな
る。従って、最大の１２８ＭＢの容量のフラッシュメモ
リでは、３２ページが使用されることになり、図７
（ａ）に示すページＮとしては、最大でＮ＝３１とな
る。これまでの説明から分かるように、論理−物理アド
レス変換テーブルは、セグメントごとに管理されるもの
である。

【００４５】図７（ｂ）は、１セグメントあたりの論理
−物理アドレス変換テーブルの構造を示すものとして、
２ページ分のデータエリアを抜き出して示している。つ
まり、１ページのデータエリアは５１２バイト（図３
（ｅ）参照）であることから、図７（ｂ）には、１０２
４（＝５１２×２）バイトが展開されている状態が示さ
れている。

【００４６】図７（ｂ）に示すように、この２ページ分
のデータエリアである１０２４バイトについて２バイト
ごとに区切り、この２バイトごとの領域を、先頭から順
次、論理アドレス０用、論理アドレス１用・・・・、の
ようにして割付を行い、最後は先頭から９９１バイト目
と９９２バイト目の２バイトの領域を論理アドレス４９
５用の領域として割り付けるように規定を行う。これら
２バイトごとの領域に対して、各論理アドレスが対応す
る物理アドレスを書き込むようにする。従って、本例の
論理−物理アドレス変換テーブルでは、実際のデータ更
新によるブロックのスワップ処理などにより物理アドレ
スと論理アドレスの対応が変更された場合には、論理ア
ドレスを基準として、物理アドレスの格納状態が更新さ
れるようにしてテーブル情報の書き換えが行われること
になる。

【００４７】また、残る９９３バイト目から最後の１０
２４バイト目までの計３２バイトの領域は、余剰ブロッ
クの物理アドレスが格納される領域として割り当てられ
る。つまり、１６個の余剰ブロックの物理アドレスを管
理することができる。ここでいう余剰ブロックとは、例
えばブロック単位でデータの更新を行う際に書き換え対
象となるデータを一時待避させる領域として設定された
いわゆるワークブロックなどを言うものである。

【００４８】ところで、１セグメントは５１２ブロック
に分割されているものであると先に説明したのにも関わ
らず、図７に示したテーブル構造では、管理可能なブロ
ック数が論理アドレス０用〜論理アドレス４９５用の４
９６ブロックとしている。これは、実際上、上記した余
剰アドレスが設定されることと、前述したように、フラ
ッシュメモリでは、或ブロック数のディフェクト（使用
不可領域）が許可されている。そのため現実には、相当
数のディフェクトブロックが存在することに依る。従っ
て、実際には、書き込み又は消去が有効なブロックを管
理するのに、４９６ブロックを管理できるように構成し
ておけば充分とされるものである。

【００４９】そして、このようにして論理−物理アドレ
ス変換テーブルが格納されるブロックについては、これ
を形成する各ページの冗長部における管理フラグ（図４
参照）のデータ内容として、この管理フラグのビット３
に対して‘０’がセットされることになる。これによ
り、当該ブロックが論理−物理アドレス変換テーブルが
格納されているブロックであることが示されることにな
る。

【００５０】論理−物理アドレス変換テーブルが格納さ
れるブロックも、論理−物理アドレス変換テーブルの内
容の書き換えがあった場合には、例外なく、先に図５に
て説明したスワップ処理が行われる。従って、論理−物
理アドレス変換テーブルが記録されているブロックは不
定であり、或る特定のブロックに論理−物理アドレス変
換テーブルを格納するように規定することは出来ない。
そこで、ＦＡＴは、フラッシュメモリにアクセスして上
記した管理フラグのビット３が‘０’とされているブロ
ックを検索することで、論理−物理アドレス変換テーブ
ルが格納されているブロックを識別するようにされる。
但し、論理−物理アドレス変換テーブルが格納されてい
るブロックの検索がＦＡＴによって容易に行われるよう
にすることを考慮して、論理−物理アドレス変換テーブ
ルが格納されているブロックは、そのフラッシュメモリ
内における最後のナンバが付されたセグメントに在るよ
うに、本例では規定するものとされる。これにより、Ｆ
ＡＴは最後のナンバが付されたセグメントのブロックの
サーチだけで、論理−物理アドレス変換テーブルを検索
することができる。つまり、論理−物理アドレス変換テ
ーブルを検索するのに、フラッシュメモリの全てのセグ
メントを検索する必要は無いようにされる。上記図７に
示した論理−物理アドレス変換テーブルは、例えば板状
メモリ１の製造時において格納するようにされる。

【００５１】ここで、再度図９を参照して、フラッシュ
メモリ容量と論理−物理アドレス変換テーブルのサイズ
との関係を説明しておく。上記図７にて説明したよう
に、１セグメントを管理するための論理−物理アドレス
変換テーブルのサイズは２ページ分の１０２４バイト、
つまり１ＫＢとなる。従って、図９の最右列に記されて
いるように、フラッシュメモリが４ＭＢ（１セグメン
ト）の容量では論理−物理アドレス変換テーブルは１Ｋ
Ｂのサイズとなる。また、フラッシュメモリの容量が８
ＭＢ（２セグメント）では論理−物理アドレス変換テー
ブルは２ＫＢ（４ページ）となる。また、フラッシュメ
モリの容量が１６ＭＢの場合、２０４８ブロック＝４セ
グメントのものでは論理−物理アドレス変換テーブルは
４ＫＢ（８ページ）、１０２４ブロック＝２セグメント
のものでは論理−物理アドレス変換テーブルは２ＫＢ
（４ページ）となる。そして、フラッシュメモリの容量
が３２ＭＢ（４セグメント）では論理−物理アドレス変
換テーブルは４ＫＢ（８ページ）、フラッシュメモリの
容量が６４ＭＢ（８セグメント）では論理−物理アドレ
ス変換テーブルは８ＫＢ（１６ページ）となり、フラッ
シュメモリの容量が最大の１２８ＭＢ（１６セグメン
ト）では論理−物理アドレス変換テーブルは１６ＫＢ
（３２ページ）となる。

【００５２】ところで、例えば従前におけるフラッシュ
メモリのファイルシステムの構成では、論理−物理アド
レス変換テーブル上において、未使用とされる論理アド
レスに対応する物理アドレスの領域には、実質的なアド
レス値は不確定として格納しないようにされている。一
例を挙げると、図８（ｂ）に示す論理−物理アドレス変
換テーブルにおいて、例えば論理アドレス０ｘ０００
０，０ｘ０００１，０ｘ０００２，０ｘ０００３は既に
使用されているものとすると、これらに対応する物理ア
ドレスの格納領域には、例えばそれぞれ、０ｘ０００
２，０ｘ０００６，０ｘ０００７，０ｘ０００８という
実際に論理アドレス（０ｘ００００〜０ｘ０００３）に
対応してデータが書き込まれた物理アドレスの値が格納
されていることになる。これに対して、論理アドレス０
ｘ０００４は未使用であるとするならば、この論理アド
レス０ｘ０００４が対応する物理アドレスの格納領域に
は、０ｘＦＦＦＦという無効値（即ち、未使用であるこ
とが識別される値）が設定される。

【００５３】ここで、上記図８（ｂ）に示す論理−物理
アドレス変換テーブルを利用して、論理アドレス０ｘ０
００４に対応するデータを新規に記録しようとした場合
には、例えばＦＡＴにより、論理−物理アドレス変換テ
ーブルとは異なる階層で、物理的に未使用とされている
ブロックの検索を行い、この検索されたブロックに対し
てデータの書き込みを実行するようにされる。そして、
論理−物理アドレス変換テーブルに対しては、そのデー
タ書き込みが新規に行われたブロックを示す物理アドレ
スを論理アドレス０ｘ０００４に対応する格納領域に対
して書き込むようにして、その内容を更新することにな
る。

【００５４】このような論理−物理アドレス変換テーブ
ルの管理形態であると、次のような不都合が生じること
が想定される。ここで、セット本体側において扱うべき
データが、動画像データや楽曲等の音声データなど、い
わゆるリアルタイム性を有する時系列データ（本例でい
うストリームデータ）であるとする。そして、セット本
体では、入力されてきたストリームデータについてリア
ルタイムに信号処理を行って、このデータを記録データ
として板状メモリ１に記録するような構成が採られてい
るものとする。

【００５５】このとき上記図８（ｂ）により説明したよ
うな論理−物理アドレス変換テーブルの管理形態を採っ
ているとすると、データ記録時には、先に述べたような
未使用ブロックのサーチが必然となる。しかし、上記し
たようなストリームデータを記録していく場合には、入
力された記録データがオーバーフローしない程度の平均
速度で書き込む必要があるため、この際の未使用ブロッ
クのサーチは非常に重い処理となってしまう。つまり、
リアルタイム性を有するストリームデータを板状メモリ
１に記録することは非常に困難であり、実用上は、リア
ルタイム性が要求されない文書ファイルや静止画ファイ
ルなどの記録にとどめられてしまう。

【００５６】そこで、本例の論理−物理アドレス変換テ
ーブルとしては、未使用の論理アドレスに対応する格納
領域に対して、未使用のエリアとして管理されているブ
ロックの物理アドレスを予め割り当てておくようにす
る。この具体例を図８（ａ）に示す。図８（ａ）に示す
論理−物理アドレス変換テーブルにおいては、論理アド
レス０ｘ００００，０ｘ０００１，０ｘ０００２，０ｘ
０００３は使用されているものとされ、これに対応する
物理アドレスの格納領域に対して、例えば０ｘ０００
２，０ｘ０００６，０ｘ０００７，０ｘ０００８とい
う、実際にデータが記録されている物理アドレスの値が
格納されている点では図８（ｂ）と同様である。また、
論理アドレス０ｘ０００４は未使用であるとしている点
も図８（ｂ）と同様である。

【００５７】但しこの本例の場合、この未使用の論理ア
ドレス０ｘ０００４が対応する物理アドレスの格納領域
に対しては、０ｘＦＦＦＦという無効値を設定するので
はなく、未使用のエリアのブロックを指定する物理アド
レスとして、例えば０ｘ０００９を格納する。ここで
は、未使用のエリアに関して、論理アドレス０ｘ０００
４に対応する格納領域しか示していないが、他の未使用
とされる論理アドレスに対応する格納領域の各々に対し
ても、同様にして、それぞれ異なる未使用のブロックの
物理アドレスが格納されるものである。

【００５８】このようにして論理−物理アドレス変換テ
ーブルを構築した場合、論理−物理アドレス変換テーブ
ルに対して既に空きエリアを示す物理アドレスが、論理
アドレスと対応付けされて示されているものと見ること
ができる。これにより、ＦＡＴでは、論理−物理アドレ
ス変換テーブルを参照することで事前に未使用のブロッ
クの物理アドレスと論理アドレスとの対応を採ることが
でき、データ記録時においては、図８（ｂ）に示した形
態の場合のように、未使用のブロックをサーチする処理
を実行する必要が無くなる。つまり、ＦＡＴ上で空きエ
リアとして管理される論理アドレスに対応する物理アド
レスを論理−物理アドレス変換テーブルを参照すること
により得て、この物理アドレスにより示されるブロック
に対してアクセスしてデータ書き込みを実行すればよい
ことになる。このため、セット本体のマイクロコンピュ
ータの処理負担は大幅に軽減され、例えば先に述べたス
トリームデータの記録も容易に実現可能となるものであ
る。なお、これまでのように文書ファイルや静止画デー
タなど、リアルタイムな処理が要求されないデータ書き
込みに際しても、図８（ａ）に示した本例のファイルシ
ステムとすれば、当然のこととして、これまでよりもデ
ータ書き込みに要する時間は短縮されるものである。

【００５９】以上のようにあらかじめ未使用の論理アド
レスと物理アドレスについてまでも対応をとったアドレ
ス変換テーブルを、板状メモリ１に記録又は必要に応じ
て更新することは、次に説明するドライブ装置によって
行われることになるが、少なくとも後述する高速書込処
理が実行される時点よりも前において、未使用の論理ア
ドレスと物理アドレスが対応づけられた状態とされてい
ればよい。また、実際には、板状メモリ１の使用前の最
初のフォーマット処理として、ドライブ装置が、全論理
アドレスと全物理アドレスを対応づけしたアドレス変換
テーブルを作成して、板状メモリ１に記録するととも
に、その後、記録／編集動作に応じて、図５で説明した
ような更新を行うようにすることが考えられる。

【００６０】３．ドライブ装置の構成続いて図１０で本例のドライブ装置の構成を説明する。
図１０は、これまで説明した板状メモリ１に対応してデ
ータの読出・書込・編集を行うことの出来るドライブ装
置のセット本体（本体装置）の構成を示している。この
図に示すセット本体１００と板状メモリ１とにより、フ
ァイル記憶システムが構成される。なお、セット本体１
００が、板状メモリ１に対する書込や読出の対象として
扱うことのできる主データの種類は多様であり、例えば
動画データ、静止画データ、マイクロホン入力音声等の
ボイスデータ、高音質（ＨｉＦｉ）オーディオデータ
（音楽用データともいう）、制御用データなどがある。
本例では、ストリームデータの効率的な記録を実現する
ことを目的とするものであるため、主データとしてのス
トリームデータの１つであるボイスデータを記録／再生
するシステムとして説明していくが、セット本体１００
内に、動画、静止画、音楽等のデータの入出力系／処理
系やコンピュータインターフェースを備えることによ
り、他のストリームデータや、リアルタイム性を要しな
いデータとしてのデータファイルの記録システムとでき
ることはいうまでもない。

【００６１】セット本体１００の構成としては、当該セ
ット本体１００が着脱可能に装填される着脱機構１２０
が備えられ、この着脱機構１２０に装填された板状メモ
リ１と、マイクロコンピュータ１０９とのデータの授受
は、ホストインターフェイスＩＣ１０１を介することで
行われる。

【００６２】また、このセット本体１００には、例え
ば、マイクロフォン１０３が備えられて、このマイクロ
フォン１０３により収音された音声は、マイクアンプ１
０４を介して音声信号としてＤＳＰ(Digital Signal Pr
ocessor)１０２に対して供給される。ＤＳＰ１０２で
は、この入力された音声信号をデジタルオーディオデー
タに変換して、エンコード処理等をはじめとする所要の
信号処理を施し、記録データとしてボイスデータを制御
用マイクロコンピュータ１０９に供給する。マイクロコ
ンピュータ１０９は、この記録データをホストインター
フェイスＩＣ１０１を介して板状メモリ１に記録するた
めの処理を実行することが可能とされる。

【００６３】また、マイクロコンピュータ１０９は、板
状メモリ１に記録されているオーディオデータ又はボイ
スデータファイルをホストインターフェイスＩＣ１０１
を介して読み出し、この読み出したデータをＤＳＰ１０
２に供給する。ＤＳＰ１０２では、供給されたデータに
ついて復調処理をはじめとする所要の信号処理を施し
て、最終的にはアナログ音声信号としてスピーカアンプ
１０５に出力する。スピーカアンプ１０５では、入力さ
れた音声信号を増幅してスピーカ１０６に出力する。こ
れにより、再生音声が出力される。

【００６４】また、マイクロコンピュータ１０９は、表
示ドライバ１０７を制御することで、表示部１０８に対
して、所要の画像を表示させることが可能とされる。例
えばユーザーの操作のためのメニューやガイド表示、或
いは板状メモリ１に記憶されたファイル内容などの表示
が実行される。また、例えば板状メモリ１に対して動画
若しくは静止画の画像データが記録されているとすれ
ば、この画像データを読み出して、表示部１０８に表示
させるようにすることも可能とされる。

【００６５】操作部１１２には、セット本体１００に対
する各種操作をユーザが行うための各種キーが設けられ
ている。マイクロコンピュータ１０９は、この操作部１
１２に対して行われた操作に応じたコマンドを受信し、
コマンドに応じた所要の制御処理を実行する。操作内容
としては、ファイル記録指示、ファイル選択指示、ファ
イル再生指示、編集指示などが可能とされる。

【００６６】この図１０に示す構成のセット本体１００
により、上述したような板状メモリ１に対する記録再生
（データ書き込み又は読み出し）を実現するのには、フ
ァイルシステム上でＦＡＴが参照する論理−物理アドレ
ス変換テーブルが必要となるのは前述したとおりであ
る。そこで図１１に、上記図１０に示す構成に基づくセ
ット本体１００のマイクロコンピュータ１０９と板状メ
モリ１に格納されている論理−物理アドレス変換テーブ
ル間とのインターフェイスを概念的に示す。例えば、本
例の板状メモリ１が装填されたときには、マイクロコン
ピュータ１０９は、ホストインターフェイスＩＣ１０１
を介して、板状メモリ１に格納されている論理−物理ア
ドレス変換テーブルのうちから必要なデータ部分を読み
込んで、内部のＲＡＭ１１１に格納すればよいことにな
る。

【００６７】なおこのことから、本例では、セット本体
１００のマイクロコンピュータ１０１の処理として、論
理−物理アドレス変換テーブルを構築する処理は必要な
く、このため、マイクロコンピュータ１０９による論理
−物理アドレス変換テーブル構築処理のための待ち時間
はなくなり、例えば板状メモリ１を装着したときに行わ
れるファイルシステムの立ち上げ処理は、従来よりもは
るかに短時間で済むことになる。

【００６８】更に、図８（ａ）にて説明したように、未
使用のブロックの物理アドレスを未使用の論理アドレス
と対応させた論理−物理アドレス変換テーブルとしてい
ることで、ＦＡＴによる未使用のブロックへのアクセス
は、従来よりも軽い処理で迅速に実行されることにな
る。特に、図１０に示したように、音声データ等のリア
ルタイムな処理が要求されるデータを記録する構成をセ
ット本体１００が採るような場合には有効となるもので
ある。

【００６９】なお、図１０に示したセット本体１００の
構成はあくまでも一例であり、これに限定されるもので
はない。つまり、板状メモリ１に対応してデータの書込
が可能な構成を採る限りは、どのようなタイプの記録装
置とされていても構わないものである。

【００７０】４．ＦＡＴ構造図２のファイルシステム階層で説明したように、ファイ
ル管理処理はＦＡＴにより行われることになる。即ち図
１０に示した構成のドライブ装置により、板状メモリ１
に対する記録再生を実現するには、アプリケーション処
理での要求に伴ってＦＡＴによるファイル記憶位置管理
が参照され、さらに上述した論理−物理アドレス変換が
行われて実際のアクセスが行われることになる。ここ
で、ＦＡＴの構造について説明しておく。

【００７１】図１２はＦＡＴによる管理構造の概要を示
している。なお、本例ではＦＡＴ及び論理−物理アドレ
ス変換テーブルは板状メモリ１内に格納されることにな
るが、図１２に示すＦＡＴ構造が、板状メモリ１内での
管理構造となるものである。

【００７２】そして、図示するようにＦＡＴ管理構造
は、パーティションテーブル、空き領域、ブートセク
タ、ＦＡＴ、ＦＡＴのコピー、ルートディレクトリ、デ
ータ領域から成る。データ領域には、クラスタ２、クラ
スタ３・・・として単位データを示しているが、このク
ラスタとは、ＦＡＴで扱う管理単位としての１データ単
位となる。一般にＦＡＴでは、クラスタサイズは標準で
４Ｋバイトとされるが、このクラスタサイズは５１２バ
イト〜３２Ｋバイトの間で２のべき乗の大きさをとるこ
とができる。本例の板状メモリ１では、上述したように
１つのブロックが８Ｋバイト又は１６Ｋバイトとされる
が、１ブロック＝８Ｋバイトとされる板状メモリ１の場
合は、ＦＡＴで扱うクラスタは８Ｋバイトとされる。ま
た１ブロック＝１６Ｋバイトとされる板状メモリ１の場
合は、ＦＡＴで扱うクラスタは１６Ｋバイトとされる。
即ち、８Ｋバイト又は１６ＫバイトがＦＡＴ管理上での
データ単位であり、かつ板状メモリ１でのブロックとし
ての１つのデータ単位とされる。なお、従って板状メモ
リからみれば、ＦＡＴで扱われるクラスタサイズ＝その
板状メモリのブロックサイズとなる。このため、本例の
以降の説明については、簡略化のためにブロック＝クラ
スタとして考えることとする。

【００７３】そして図１２左側にブロックナンバとして
ｘ・・・（ｘ＋ｍ−１）、（ｘ＋ｍ）（ｘ＋ｍ＋１）
（ｘ＋ｍ＋２）・・・と示したが、例えばこのように各
ブロックにおいてＦＡＴ構造を構築する各種データは記
憶されることになる。なお、実際には必ずしもこのよう
に物理的に連続する各ブロックに各情報が記憶されるも
のではない。

【００７４】ＦＡＴ構造において、まずパーティション
テーブルには、ＦＡＴパーティション（最大２Ｇバイ
ト）の先頭と終端のアドレスが記述されている。ブート
領域には、いわゆる１２ｂｉｔＦＡＴ、１６ｂｉｔＦＡ
Ｔの別や、ＦＡＴ構造（大きさ、クラスタサイズ、各領
域のサイズなど）が記述される。

【００７５】ＦＡＴは、後述するように各ファイルを構
成するクラスタのリンク構造を示すテーブルとなり、ま
たＦＡＴについては続く領域にコピーが記述される。ル
ートディレクトリには、ファイル名、先頭クラスタ番
号、各種属性が記述される。これらの記述は１つのファ
イルにつき３２バイト使用される。

【００７６】ＦＡＴにおいては、ＦＡＴのエントリとク
ラスタは１対１で対応しており、各クラスタのエントリ
にはリンク先、つまり後に続くクラスタの番号が記述さ
れる。つまり、複数のクラスタ（＝ブロック）で形成さ
れている或るファイルについてみると、まずディレクト
リによって先頭のクラスタ番号が示され、ＦＡＴにおけ
るその先頭クラスタのエントリには、次のクラスタ番号
が示される。さらに次のクラスタ番号のエントリには、
さらに次のクラスタ番号が示される。このようにクラス
タのリンクがＦＡＴに記述される。

【００７７】図１３はこのようなリンクの概念を模式的
に示している（数値は１６進値）。例えば２つのファイ
ル「ＭＡＩＮ．Ｃ」「ＦＵＮＣ．Ｃ」が存在するとする
と、ディレクトリにはこの２つのファイルの先頭クラス
タ番号が例えば「００２」「００４」と記述される。そ
してファイル「ＭＡＩＮ．Ｃ」については、クラスタ番
号「００２」のエントリに次のクラスタ番号「００３」
が記述され、またクラスタ番号「００３」のエントリに
次のクラスタ番号「００６」が記述される。さらに、ク
ラスタ番号００６がこのファイル「ＭＡＩＮ．Ｃ」の最
後のクラスタであるとすると、クラスタ番号「００６」
のエントリには、最後のクラスタであることを示す「Ｆ
ＦＦ」が記述される。これによりファイル「ＭＡＩＮ．
Ｃ」がクラスタ「００２」→「００３」→「００６」と
いう順番で記憶されている。即ち、仮にクラスタ番号と
板状メモリ１でのブロック番号が一致していると仮定す
ると、ファイル「ＭＡＩＮ．Ｃ」は、板状メモリ１内で
ブロック「００２」「００３」「００６」に記憶されて
いることが表現されている。（但し、ＦＡＴで扱うクラ
スタは、上述のように論理アドレスで扱うものとなるた
め、ブロックの物理アドレスとそのまま一致するもので
はない）

【００７８】また同様にファイル「ＦＵＮＣ．Ｃ」につ
いては、ＦＡＴにより、クラスタ「００４」→「００
５」に記憶されていることが表現される。

【００７９】なお、未使用のブロックに対応するクラス
タについては、そのエントリは「０００」とされる。

【００８０】ところでルートディレクトリの領域に記憶
される各ファイルのディレクトリにおいては、図１３に
示した先頭クラスタ番号だけでなく、例えば図１４のよ
うに各種データが記述される。即ちファイル名、拡張
子、属性、変更時刻情報、変更日付情報、先頭クラスタ
番号、ファイルサイズが、それぞれ図示するバイト数で
記述される。

【００８１】また或るディレクトリの下層となるサブデ
ィレクトリについては、図１２のルートディレクトリの
領域ではなく、データ領域に記憶される。つまりサブデ
ィレクトリは、ディレクトリ構造を持つファイルとして
扱われる。そしてサブディレクトリの場合はサイズは無
制限とされ、また自分自身へのエントリと親ディレクト
リへのエントリが必要になる。

【００８２】図１５に、或るルートディレクトリ内にフ
ァイル「ＤＩＲ１」（属性＝ディレクトリ：つまりサブ
ディレクトリ）があり、さらにその中にファイル「ＤＩ
Ｒ２」（属性＝ディレクトリ：つまりサブディレクト
リ）があり、さらにその中にファイル「ＦＩＬＥ」が存
在する場合の構造例を示している。つまりルートディレ
クトリの領域には、サブディレクトリであるファイル
「ＤＩＲ１」としての先頭クラスタ番号が示され、上述
したＦＡＴにより、クラスタＸ、Ｙ、Ｚがリンクされて
いる状態となる。この図からわかるように、サブディレ
クトリ「ＤＩＲ１」「ＤＩＲ２」についてはファイルと
して扱われてＦＡＴのリンクに組み込まれる。

【００８３】以上の説明を図２２を用いてまとめる。図
２２にＦＡＴ管理による管理方法を説明する。図２２
は、板状メモリ１内の模式図（メモリマップ）を示して
おり、上からパーティションテーブル、空き領域、ブー
トセクター、ＦＡＴ領域、ＦＡＴのコピー領域、ルート
ディレクトリ領域、サブディレクトリ領域、データ領域
が積層されている。なお、このメモリマップは上述した
論理−物理アドレス変換テーブルに基づく、論理アドレ
ス→物理アドレス変換後のメモリマップである。

【００８４】ブートセクター、ＦＡＴ領域、ＦＡＴのコ
ピー領域、ルートディレクトリ領域、サブディレクトリ
領域、データ領域を全部まとめてＦＡＴパーティション
領域と称する。

【００８５】上記パーティションテーブルにはＦＡＴパ
ーティション領域のはじめと終わりのアドレスが記録さ
れている。なお通常フロッピーディスクで使用されてい
るＦＡＴには上記パーティションテーブルは備えられて
いない。またメモリ内の先頭領域にはパーティションテ
ーブル以外のものは置かないために図示するように空き
エリアが生ずる。

【００８６】ブートセクターには１２ビットＦＡＴ／１
６ビットＦＡＴであるかの別に応じてＦＡＴ構造の大き
さ、クラスタサイズ、それぞれの領域のサイズが記録さ
れている。ＦＡＴはデータ領域に記録されているファイ
ル位置を管理するものである。ＦＡＴのコピー領域はＦ
ＡＴのバックアップ用の領域である。

【００８７】ルートディレクトリはファイル名、先頭ク
ラスタアドレス、各種属性が記録されており、１ファイ
ルにつき３２バイト使用する。サブディレクトリはディ
レクトリというファイルの属性のファイルとして存在し
ており、この図２２の例ではＰＢＬＩＳＴ．ＭＳＶ，Ｃ
ＡＴ．ＭＳＶ，ＤＯＧ．ＭＳＶ、ＭＡＮ．ＭＳＶという
４つのファイルが存在する。

【００８８】このサブディレクトリにはファイル名とＦ
ＡＴ上の記録位置が管理されている。即ち、図２２にお
いては、ＣＡＴ．ＭＳＶというファイル名が記録されて
いるスロットには”５”というＦＡＴ上のアドレスが管
理されており、ＤＯＧ．ＭＳＶというファイル名が記録
されているスロットには”１０”というＦＡＴ上のアド
レスが管理されている。更に、ＭＡＮ．ＭＳＶというフ
ァイル名が記録されているスロットには”１１０”とい
うＦＡＴ上のアドレスが管理されている。

【００８９】クラスタ２以降が実際のデータ領域で、こ
のエリアに本例ではＡＤＰＣＭで圧縮処理されたボイス
データが記録される。本例では、クラスタ５〜クラスタ
８にＣＡＴ．ＭＳＶというファイル名のＡＤＰＣＭで圧
縮処理されたボイスデータが記録され、クラスタ１０〜
クラスタ１２にＤＯＧ．ＭＳＶというファイル名の前半
パートであるＤＯＧ−１がＡＤＰＣＭで圧縮処理された
ボイスデータが記録され、クラスタ１００〜クラスタ１
０１にＤＯＧ．ＭＳＶというファイル名の後半パートで
あるＤＯＧ−２がＡＤＰＣＭで圧縮処理されたボイスデ
ータが記録されている。更に、クラスタ１１０〜クラス
タ１１１にＭＡＮ．ＭＳＶというファイル名のＡＤＰＣ
Ｍで圧縮処理されたボイスデータが記録されている。ま
たデータ領域上のＥｍｐｒｙとかかれた領域は記録可能
領域である。

【００９０】この例において、ＤＯＧ．ＭＳＶというフ
ァイル名のファイルは、単一のファイルが２分割されて
離散的に記録されている例となっている。

【００９１】クラスタ２００以降はファイルネームを管
理する領域であり、クラスタ２００にはＣＡＴ．ＭＳＶ
というファイルが、クラスタ２０１にはＤＯＧ．ＭＳＶ
というファイルが、クラスタ２０２にはＭＡＮ．ＭＳＶ
というファイルが記録されている。ファイル順を並び替
える場合には上記クラスタ２００以降で並び替えを行え
ばよい。

【００９２】最初、このような板状メモリ１が挿入され
た場合には、ドライブ装置は、先頭のパーティションテ
ーブルを参照してＦＡＴパーティション領域のはじめと
終わりのアドレスを把握する。そしてブートセクタの再
生を行った後にルートディレクトリ，サブディレクトリ
の再生を行う。そしてサブディレクトリに記録されてい
る再生管理情報である、ＰＢＬＩＳＴ．ＭＳＦが記録さ
れているスロットを検索して、ＰＢＬＩＳＴ．ＭＳＦが
記録されているスロットの終端部のアドレスを参照す
る。図２２の例では、ＰＢＬＩＳＴ．ＭＳＦが記録され
ているスロットの終端部には”２００”というアドレス
が記録されているので、これに基づいてクラスタ２００
を参照することになる。

【００９３】上述したようにクラスタ２００以降はファ
イル名を管理するとともにファイルの再生順を管理する
領域であり、この例の場合にはＣＡＴ．ＭＳＶというフ
ァイルが１番目となり、ＤＯＧ．ＭＳＶというファイル
が２番目となり、ＭＡＮ．ＭＳＶというファイルが３番
目となる。

【００９４】ここでクラスタ２００以降を全て参照した
ら、サブディレクトリに移行して、上記ＣＡＴ．ＭＳＶ
及びＤＯＧ．ＭＳＶ及びＭＡＮ．ＭＳＶという名前のフ
ァイル名と合致するスロットを参照する。図２２におい
ては、ＣＡＴ．ＭＳＶというファイル名が記録されたス
ロットの終端には”５”というアドレスが記録され、Ｄ
ＯＧ．ＭＳＶというファイルが記録されたスロットの終
端には”１０”というアドレスが記録され、ＭＡＮ．Ｍ
ＳＶというファイルが記録されたスロットの終端には１
１０というアドレスが記録されている。

【００９５】ここで、ＣＡＴ．ＭＳＶのスロットにおけ
る”５”というアドレスに基づいて、ＦＡＴ上のエント
リーアドレスを検索すると”６”というクラスタアドレ
スがエントリーをされており、”６”というエントリー
アドレスを参照すると”７”というクラスターアドレス
がエントリーされており、”７”というエントリーアド
レスを参照すると”８”というクラスターアドレスがエ
ントリーされており、”８”というエントリーアドレス
を参照すると”ＦＦＦ”という終端を意味するコードが
記録されている。よって、ＣＡＴ．ＭＳＶというファイ
ルは、クラスタ５，６，７，８の領域を使用しており、
データ領域のクラスタ５，６，７，８を参照することで
ＣＡＴ．ＭＳＶというＡＤＰＣＭデータが実際に記録さ
れている領域をアクセスすることができる。

【００９６】また離散的に記録されているＤＯＧ．ＭＳ
Ｖというファイルを検索する場合は以下のようになる。
ＤＯＧ・ＭＳＶというファイルが記録されたスロットの
終端には”１０”というアドレスが記録されている。こ
こで、上記”１０”というアドレスに基づいて、ＦＡＴ
上のエントリーアドレスを検索すると”１１”というク
ラスタアドレスがエントリーをされており、”１１”と
いうエントリーアドレスを参照すると”１２”というク
ラスターアドレスがエントリーされており、”１２”と
いうエントリーアドレスを参照すると”１００”という
クラスターアドレスがエントリーされており、”１０
０”というエントリーアドレスを参照すると”１０１”
というクラスターアドレスがエントリーされており、”
１０１”というエントリーアドレスを参照するとＦＦＦ
という終端を意味するコードが記録されている。

【００９７】よって、ＤＯＧ．ＭＳＶというファイル
は、クラスタ１０，１１，１２、１００，１０１という
クラスタ領域を使用しており、データ領域のクラスタ１
０，１１，１２を参照することでＤＯＧ．ＭＳＶという
ファイルの前半パートに対応するＡＤＰＣＭデータが実
際に記録されている領域をアクセスすることができる。
更に、データ領域のクラスタ１００，１０１を参照する
ことでＤＯＧ．ＭＳＶというファイルの後半パートに対
応するＡＤＰＣＭデータが実際に記録されている領域を
アクセスすることができる。

【００９８】また、上記ＭＡＮ．ＭＳＶのスロットにお
ける”１１０”というアドレスに基づいて、ＦＡＴ上の
エントリーアドレスを検索すると”１１１”というクラ
スタアドレスがエントリーをされており、”１１１”と
いうエントリーアドレスを参照すると”ＦＦＦ”という
終端を意味するコードが記録されている。よって、ＭＡ
Ｎ．ＭＳＶというファイルは、クラスタ１１０，１１１
という領域を使用していることがわかる。

【００９９】以上のように板状メモリ１上に記録された
データファイルをＦＡＴを参照して再生することがで
き、またデータファイルが離散的に記録されていても、
それらを連結してシーケンシャルに再生することが可能
となる。

【０１００】５．ストリームデータの書込処理続いて本例の最も特徴的な動作となる、ストリームデー
タの板状メモリ１への記録処理について説明していく。
上述したように、板状メモリ１で扱うことのできる主デ
ータとしては、動画データ、静止画データ、ボイスデー
タ、高音質なオーディオデータ（音楽用データ）、制御
用データなどがあるが、例えばボイスデータ、動画デー
タ、オーディオデータ等のリアルタイム性を有するスト
リームデータを記録する場合には、より高いビットレー
トのストリームデータにも対応できるように、効率的な
記録処理がおこなわれることが必要である。このために
本例で実行するデータ書込処理を、図３２により前述し
た書込処理と区別して高速書込処理と呼ぶこととし、図
１６〜図２０により説明する。

【０１０１】図１６、図１７は、ドライブ装置のマイク
ロコンピュータ１０９の制御により実行される処理のフ
ローチャートであり、また図１８は板状メモリ１上での
ストリームデータ（ボイスデータ等）のファイルの記録
状態を概念的に示すものである。さらに、図１９、図２
０は記録処理前後でのＦＡＴ内容を示している。

【０１０２】或る板状メモリ１をドライブ装置に装填
し、記録操作をおこなうことで、ユーザーはマイクロフ
ォン１０３により集音される音声を音声データとして板
状メモリ１に記憶させていくことができる。

【０１０３】ユーザーによりこのような記録動作が指示
されたら、マイクロコンピュータ１０９は図１６のステ
ップＦ１０１として、まず高速処理マーキング作成を行
う。これは、高速書込を行うファイルとして、仮にルー
トディレクトリに特別なファイルエントリを作成する処
理となる。そしてそのファイルエントリに応じて、ステ
ップＦ１０２で高速ファイルオープンを行なう。これは
高速なデータ書き込みに先んじて行われる必要のある処
理であり、図１７で後に詳細に説明する書き込みが行わ
れるクラスタに対する処理である。ステップＦ１０２の
高速処理マーキング作成の処理は図３１に詳しく示され
る。なお、作成するファイルエントリについては「ｔｅ
ｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」という暫定的なファイル名と
し、これについては図２３〜図３０を用いた説明におい
て後述する。

【０１０４】まずステップＦ１３０でＦＡＴで管理され
ている未使用クラスタのうちでクラスタ２以降の、その
時点でもっとも若いクラスタナンバを変数ＣＬ（ｘ）に
セットしている。このとき論理物理アドレス変換変換テ
ーブルの内容に基づいて板状メモリ１内のフラッシュメ
モリのブロック番号に変換しておく。ステップＦ１３１
でその次に若い未使用クラスタナンバを変数ＣＬ（ｙ）
にセットしている。このときもステップＦ１３０と同様
に物理アドレスに変換しておく。次にステップＦ１３２
においてステップＦ１３０で得られたフラッシュメモリ
の物理アドレスに対応するブロックのデータの消去を行
い、ステップＦ１３３ではステップＦ１３１で得られた
フラッシュメモリの物理アドレスに対応するブロックの
データを消去する。なおここまでで得られた物理アドレ
スは以降に説明するステップで利用されるため保持され
る。

【０１０５】以上の図３１のように、図１６のステップ
Ｆ１０２の処理を終えたら、続いて図１６のステップＦ
１０３，Ｆ１０４として、入力されるボイスデータの記
録が完了するまで（例えばユーザーが記録停止操作を行
う直前までのボイスデータの書込が終了するまで）、板
状メモリ１に対してクラスタ単位でストリームデータの
書込を続ける。

【０１０６】ステップＦ１０３の処理は図１７に詳しく
示される。すなわちステップＦ１０３では、時間的に連
続して入力されてくるストリームデータについて、まず
図１７のステップＦ１２０でクラスタ単位のデータ量の
取り込みを行い、クラスタ単位のデータ量の取り込みが
完了したら、ステップＦ１２１でクラスタＣＬ（ｘ）に
対応する板状メモリ１のブロックに取り込まれたクラス
タ単位データ量のストリームデータの書き込みを行う。
このときに使用されるクラスタＣＬ（ｘ）の値は例えば
最初のクラスタ単位量のストリームデータの書き込みで
あった場合は、図１６のステップＦ１０２、より詳しく
は図３１のステップＦ１３０で得た値である。また、そ
れ以降のストリームデータ書き込みである場合には次に
説明するステップＦ１２２で得られた値になる。

【０１０７】次にステップＦ１２２においては、新たな
クラスタＣＬ（ｘ）として、次にストリームが書き込ま
れるクラスタの板状メモリ１上での物理ブロックアドレ
スをＣＬ（ｙ）の値のコピーによって設定する。更に次
のステップＦ１２３においては、次の次にストリームデ
ータが書き込まれるクラスタであるＦＡＴファイル管理
された空きクラスタのうちで次に若いクラスタナンバを
取得し論理物理アドレス変換テーブルによって板状メモ
リ１における物理ブロックナンバを変数ＣＬ（ｙ）にセ
ットする。そして次のステップＦ１２４においてステッ
プＦ１２３で得られた板状メモリ１の物理ブロック番号
のブロックのデータを消去している。この処理により次
にストリームデータが書き込まれるクラスタの次のクラ
スタが消去されることになる。

【０１０８】なお、ここで説明している例は、説明を単
純化するためにデータの取り込みやフラッシュメモリへ
の書き込みの単位を１クラスタすなわちフラッシュメモ
リ上での１ブロックとしたものである。しかしながら、
「２−２．物理的データ構造」で説明したように、板状
メモリ１内のフラッシュメモリヘの書き込みの単位はペ
ージとなるので、例えばストリームデータの取り込みを
フラッシュメモリの１ページに対応する量とし、書き込
みも１ページ単位で書き込む用にしても良い。その場合
は、１クラスタ分つまり１ブロック分のデータを書き込
むためには、１ブロックが１６ページの場合であれば１
６回書き込みのページを変えながら書き込み処理を繰り
返し、１ブロックが３２ページの場合であれば３２回書
き込みのページを変えながら書き込み処理を繰り返すこ
ととなる。そして図１６のステップＦ１０４による評価
を行うことも可能であり、また、１ページの書き込みご
とにステップＦ１０４に相当する入力されるデータの終
了判定を行うようにしても良い。

【０１０９】以上の図１７の処理が、図１６のステップ
Ｆ１０３で実行される。なお、この処理では、空きクラ
スタ（ブロック）のうちで最も若いクラスタナンバ（論
理アドレス）のブロックにストリームデータの書込を行
い、次に若いクラスタナンバのブロックについてデータ
消去を行うようにしているが、これは後述する復活処理
を可能とするためのものであり、処理の意味については
後に説明する。

【０１１０】この図１６のステップＦ１０３の処理（＝
図１７の処理）は、ストリームデータの記録が完了する
まで、クラスタ単位のデータが取り込まれる毎に繰り返
し実行されることになるが、従ってその都度、各時点で
最も若いクラスタナンバのブロックに書込が行われ、続
いて若いクラスタナンバのブロックに対する消去が行わ
れていくことになる。

【０１１１】これは、実際の書き込みにおいては先に説
明したようにデータの書き込みは１ページ単位での書き
込みをしていくわけであるが、１クラスタ分のデータつ
まり１６ページまたは３２ページのデータを書き終わる
前に次ぎに書き込むべきクラスタが消去されている必要
があるからである。フラッシュメモリの消去の単位は先
に説明した通りクラスタであるが、１クラスタの消去に
要する時間に比べて１ページのデータを書く時間が短い
ためで、最後のページの書き込みが始まるよりも十分に
前である必要があることと処理の簡易化をはかるために
常に１クラスタ先を消去しておくのである。また、先の
ステップＦ１０２について図３１で説明したが、ステッ
プＦ１０２では、図１７のステップＦ１２２，Ｆ１２
３，Ｆ１２４と同様の意味の処理とクラスタＣＬ（ｘ）
のデータの消去をしている。この処理をすることによっ
て最初にストリームデータの書き込まれるクラスタＣＬ
（ｘ）とその次に書き込まれるクラスタつまり次に若い
番号のクラスタＣＬ（ｙ）が消去された状態になるので
ある。

【０１１２】上記のステップＦ１０３の処理がストリー
ムデータの終了まで継続されるが、全ストリームデータ
の書込が完了したら、処理はステップＦ１０４からＦ１
０５に進み、ストリームデータの記録動作に応じてＦＡ
Ｔを更新する。ここでは、ＦＡＴのエントリを更新して
今回の記録に応じたリンク構造が記録されるようにする
とともに、ディレクトリエントリの更新、及びステップ
Ｆ１０１で行った高速処理マーキングの消去を行うこと
になる。なお後述するが、このときに、例えば「ｔｅｍ
ｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」という暫定ファイル名を消去し、
記録したストリームデータに本来付与されるファイル名
が記録され、ディレクトリ構成内に配される。これによ
って、ステップＦ１０３で書き込んでいったストリーム
データがＦＡＴ上で適正に管理された有効なファイルデ
ータとなる。ＦＡＴ更新を終えたら、ステップＦ１０６
でファイルクローズを行なって処理を終える。

【０１１３】以上の処理により高速書込処理が完了する
わけであるが、この処理によって記録されるストリーム
データファイル及びＦＡＴ更新状況を図１８〜図２０で
述べる。今回の記録前の時点において、図１８（ａ）に
示すファイルＦ１が、板状メモリ１に既に記録されてい
たとする。そして仮にこのファイルＦ１は、クラスタＣ
Ｌ（２）、ＣＬ（３）、ＣＬ（４）、ＣＬ（６）、ＣＬ
（８）、ＣＬ（９）に記憶されていたものとする。なお
実際にはこのクラスタナンバのそれぞれに対応する物理
アドレスのブロックに記録されているものであり、これ
までの説明からわかるように、実際の記録ブロックの物
理アドレスはアドレス変換テーブルに示される。また従
って、図１８は１つのファイルが物理的に連続したブロ
ックに記録されている状態を表すものではない。

【０１１４】この場合、このファイルＦ１のクラスタリ
ンクを示すＦＡＴは図１９のようになっている。即ち図
示していないが図１３で説明したディレクトリエントリ
によってファイルＦ１の先頭のクラスタがクラスタＣＬ
２とされ、図１９のＦＡＴのクラスタＣＬ（２）のエン
トリには、「００３」と記憶されている。つまりクラス
タＣＬ（２）がクラスタＣＬ（３）にリンクすることが
示される。またクラスタＣＬ（３）のエントリには「０
０４」と記憶され、クラスタＣＬ（４）にリンクするこ
とが示される。以降同様にリンク状態が記録され、最後
のクラスタＣＬ（９）のエントリには最終クラスタであ
ることを示す値「ＦＦＦ」が記憶される。このようなＦ
ＡＴによって、図１８（ａ）のファイルＦ１がクラスタ
ＣＬ（２）、ＣＬ（３）、ＣＬ（４）、ＣＬ（６）、Ｃ
Ｌ（８）、ＣＬ（９）に、その順序で格納されているこ
とが管理される。そしてこの状態では、クラスタＣＬ
（５）、ＣＬ（７）、及びクラスタＣＬ（Ａ）以降は
「０００」つまり未使用とされている。

【０１１５】ここでユーザーが新たに記録を指示し、上
記高速書込処理により、新たなストリームデータファイ
ルとして図１８（ｂ）のファイルＦ２が記録されたとす
る。この場合、ストリームデータの記録に７クラスタを
用いたとすると、ファイルＦ２は、クラスタＣＬ
（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）、ＣＬ
（Ｃ）、ＣＬ（Ｄ）、ＣＬ（Ｅ）に記録されることにな
る。

【０１１６】即ち図１７に示した処理により、まず最初
のクラスタ単位のデータは、最も若いクラスタナンバの
空きクラスタに記録されるため、図１９からわかるよう
にクラスタＣＬ（５）が用いられることになる。またこ
のとき、次とさらにその次に若いクラスタ（に対応する
ブロック）がデータ消去されるが、この場合はクラスタ
ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）が消去対象となる。さらに次の
クラスタ単位のストリームデータは、同じくその時点で
最も若い空きクラスタが用いられることになるため、今
度はクラスタＣＬ（７）が用いられる。またこのとき、
次とさらにその次に若いクラスタであるクラスタＣＬ
（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）が消去対象となる。上述した処理に
より以上の動作が行われていくことで、ステップＦ１０
４で終了と判断された時点では、図１８（ｂ）のように
クラスタＣＬ（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）、ＣＬ
（Ｂ）、ＣＬ（Ｃ）、ＣＬ（Ｄ）、ＣＬ（Ｅ）のそれぞ
れに対応する物理アドレスのブロックに、ストリームデ
ータが記録された状態となる。但し、この時点ではＦＡ
Ｔが更新されておらず図１９のままであるため、ステッ
プＦ１０５としてＦＡＴのリンク及びディレクトリエン
トリの更新が行われ、ファイルＦ２に対応するクラスタ
リンクが形成される。即ち、ファイルＦ２についてのデ
ィレクトリエントリが形成され、先頭のクラスタがクラ
スタＣＬ（５）と指示されるとともに、図２０に示すよ
うに、ＦＡＴにおいてクラスタＣＬ（５）のエントリに
は「００７」、クラスタＣＬ（７）のエントリには「０
０Ａ」、クラスタＣＬ（Ａ）のエントリには「００Ｂ」
・・・・・クラスタＣＬ（Ｅ）のエントリには「ＦＦ
Ｆ」と記録される。これによって、高速書込処理により
記録されたファイルＦ２が、ＦＡＴによって管理された
状態となり、つまり有効なファイルデータとなる。

【０１１７】これまでの説明について、図２３〜図３０
を用いて補足説明する。図２３は新しくデータを書き込
む前のディレクトリを示している。ルートディレクトリ
の下には「ＶＯＩＣＥ」と名付けられたサブディレクト
リのほか図示しないサブディレクトリが存在している。
また、「ＶＯＩＣＥ」ディレクトリの下には「ＦＯＬＤ
ＥＲ１」と名付けられたサブディレクトリと図示しない
その他のサブディレクトリが存在している。さらに「Ｆ
ＯＬＤＥＲ１」ディレクトリの下には既に記録された
「９８１２０１００．ＭＳＶ」と言うファイルが存在し
ている。

【０１１８】図２６は、図２３に対応したＦＡＴファイ
ルシステム上での各データの配置を示している。ルート
ディレクトリには「ＶＯＩＣＥ」という名称のディレク
トリが存在することが示されている。そしてサブディレ
クトリには図示しない「ＦＯＬＤＥＲ１」という名称の
サブディレクトリが存在しさらに「９８１２０１００．
ＭＳＶ」と言うファイルのエントリがその下に存在して
いることを示している。このエントリには「９８１２０
１００．ＭＳＶ」と言うファイルの先頭のクラスタを示
す「２」が書かれている。

【０１１９】ＦＡＴ領域においては、「２」というＦＡ
Ｔ上のアドレスには「３」というアドレスが書かれてお
り、更にアドレス「３」には「５」というアドレスを示
す値が書かれている。このようにして離散的に書かれて
いるデータをＦＡＴファイルシステム上でおっていくこ
とで「９８１２０１００．ＭＳＶ」というファイルは、
クラスタ２→クラスタ３→クラスタ５→クラスタ６→ク
ラスタ７→クラスタ８→クラスタ１０→クラスタ１１の
順に板状メモリ１に記録されていることがわかる。これ
は図２６のデータ領域内に示しているように、「９８１
２０１００．ＭＳＶ」というファイルが３つの離散的な
ファイル「９８１２０１００−１」「９８１２０１００
−２」「９８１２０１００−３」で構成されることにな
る。なお上述した図２２の説明から理解されるように、
ファイル名はクラスタ２００に記録されている。

【０１２０】このようなディレクトリ構造を持った板状
メモリ１に新たにデータを書こうとした場合、図１６の
ステップＦ１０１において仮にルートディレクトリに特
別なエントリファイルが作成されるわけであるが、これ
により図２４に示すように例えば「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．
ｔｍｐ」と言うファイル名のファイルが作成される。た
だし、この段階ではファイルエントリが作成されるだけ
のため、ファイルサイズは０とされている。図２７は、
この段階でのＦＡＴファイルシステム上でのデータの状
態を示している。ルートディレクトリには「ｔｅｍｐｔ
ｅｍｐ．ｔｍｐ」という名称のサイズ０のファイルが作
成されている。

【０１２１】この後、クラスタ１ではない一番若いクラ
スタ番号を持った空のクラスタを検索する。この検索
は、ＦＡＴ領域を順に見ていき「０」の書かれているア
ドレスを発見することで行われる。この例の場合はＦＡ
Ｔのアドレス「４」に対応するクラスタが空であるとい
うことがわかる。このアドレス「４」が図１６のステッ
プＦ１０２（図３１）に示した高速ファイルオープン処
理のＣＬ（ｘ）を求める処理になる。またその次に若い
クラスタ番号を持った空のクラスタを検索するが、この
場合はＦＡＴのアドレス「９」に相当するクラスタであ
りステップＦ１０２の高速ファイルオープン処理のＣＬ
（ｙ）が「９」とされることがわかる。この後それぞれ
のクラスタ「４」，クラスタ「９」が実際のフラッシュ
メモリ上で対応するブロック番号を論理物理アドレス変
換テーブルをもって求め、求められた物理アドレスにし
たがって対応するブロックの消去を行うことになる。こ
れによって図１６のステップＦ１０２に示した高速ファ
イルオープン処理が完了したことになる。

【０１２２】図２８はストリームデータを板状メモリ１
に書き込んでいる途中の状態を表している。図２８では
クラスタ４とクラスタ９にボイスデータが記録されてい
る。なお、例えばこれらを「ｔｅｍｐｔｅｍｐ−１」
「ｔｅｍｐｔｅｍｐ−２」とするが、これらは説明の都
合上ふった名称であって実際のファイル管理システム上
に管理されているものではない。

【０１２３】図３２のような従来のデータ書き込み手順
の場合、ＦＡＴファイルシステムを利用して書き込みを
行うため、この時点で例えばＦＡＴ領域のアドレス
「４」にはクラスタ９にリンクする情報として「９」が
書かれることになるが、本実施の形態ではそのような処
理はこの段階では行わないため、ＦＡＴのアドレス
「４」には図２８のように「０」が書かれた状態とな
っている。

【０１２４】このときには、次に書込が行われるクラス
タ１２は既に消去がされている状態であり、クラスタ１
２が次に書き込むクラスタとして変数ＣＬ（ｘ）にセッ
トされ、更にその次に書き込みされるクラスタとしてク
ラスタ１３が変数ＣＬ（ｙ）にセットされてクラスタＣ
Ｌ（ｙ）のデータは消去されることになる。

【０１２５】図２９は、入力されるストリームデータが
終了した状態を表している。この場合、最終的に入力さ
れたストリームデータは３クラスタのデータ量であった
ことになる。ここで新たに書き込まれた３番目のクラス
タのデータを仮に「ｔｅｍｐｔｅｍｐ−３」とするが、
これはファイル管理システムで管理された名称でないの
は上記「ｔｅｍｐｔｅｍｐ−１」や「ｔｅｍｐｔｅｍｐ
−２」と同様である。

【０１２６】続いて、これまでに書き込まれたストリー
ムデータを実体のあるファイルとしてファイルシステム
に登録する処理が必要になるが、それを図３０を用いて
説明する。つまり図１６のステップＦ１０５のＦＡＴ更
新であるが、ここでＦＡＴを走査して空のクラスタを示
す「０」が書かれた一番小さいＦＡＴ上のアドレスを探
しだす。この例（図２９の時点）ではクラスタ４に対応
するアドレス「４」の部分に「０」が書かれていること
が検出される。つまりクラスタ４が新たに記録したスト
リームデータの先頭になるわけである。さらに次の空の
クラスタを示すＦＡＴ上のアドレスを探す。この例（図
２９）の場合クラスタ９であることがわかるので、先程
のクラスタ４を示すＦＡＴのクラスタ４に相当する位置
（アドレス「４」）に次ぎに再生されるデータがクラス
タ９であることを示す「９」を書き込む（図３０参
照）。

【０１２７】次にクラスタ９のデータを読みだしてみ
る。このときデータの書き込みがあると判断されるので
更に次に空のクラスタで若いクラスタ番号のクラスタ
を、同様にＦＡＴ上で探す。この例の場合クラスタ１２
であることがわかり、またクラスタ１２は空ではないの
で、ＦＡＴのクラスタ９を示す位置に次ぎに再生される
クラスタがクラスタ１２であることを示す「１２」を書
き込む（図３０参照）。

【０１２８】さらに次に若いクラスタナンバのクラスタ
をＦＡＴにおいて探すとクラスタ１３であることがわか
るが、実際にクラスタ１３にはストリームデータは書き
込まれておらず消去された状態にあることが、クラスタ
１３を読み出すことによってわかる。そこでＦＡＴのク
ラスタ１２を示す位置にはこのクラスタ１２が新たに記
録されたストリームデータの最後のクラスタであること
を示す「ＦＦＦ」を書き込む（図３０参照）。

【０１２９】これによって図３０のように、ＦＡＴとさ
れている領域の４番目には「９」、９番目には「１
２」、１２番目には「ＦＦＦ」が書かれて、離散的に書
き込まれたストリームデータのリンクが形成されたこと
になる。

【０１３０】次にディレクトリエントリの更新を行う
が、これはファイル名「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」と
したファイルサイズ０のファイルのファイルサイズを、
ストリームデータの書き込みに応じた値にして、さらに
サブディレクトリの領域に例えば図３０の例であればフ
ァイル名「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」を「９８１２０
２００．ＭＳＶ」と名称を変更して記録するものであ
る。このとき「９８１２０２００．ＭＳＶ」の最初のク
ラスタナンバが４であることも一緒に更新する。つまり
ファイルサイズの更新とディレクトリ変更を伴うファイ
ル名変更を行うものである。さらに、クラスタ２０１に
はファイル名称が「９８１２０２００．ＭＳＶ」である
ことがファイルシステムによって認識されるように「９
８１２０２００．ＭＳＶ」を書き込む。

【０１３１】この処理によって図１６のステップＦ１０
１において行った高速処理マーキングとしての「ｔｅｍ
ｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」と言う名称のファイルの消去も行
われたことになる。

【０１３２】この状態を図２５に示している。上記図２
４の状態においてはルートディレクトリの直下にＶＯＩ
ＣＥと言う名称のサブディレクトリと同列に存在してい
た「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」という名称のファイル
は、ディレクトリの変更を伴う名称変更をした結果、図
２５に示したようにルートディレクトリの下の「ＶＯＩ
ＣＥ」という名称のサブディレクトリの下の「ＦＯＬＤ
ＥＲ１」という名称のサブディレクトリの下に、「９８
１２０１００．ＭＳＶ」という名称のデータと同列に新
たに記録されたストリームデータとして、「９８１２０
２００．ＭＳＶ」という名称でファイルシステムに認識
されるようになる。これによってルートディレクトリの
直下に存在していた「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」とい
う名称のファイルはファイルシステムから消去されたこ
とになる。

【０１３３】以上の処理を終えたら、図１６のステップ
Ｆ１０６のファイルクローズを行い、一連の処理が完了
する。

【０１３４】なお本例では、新たに記録されたストリー
ムデータのファイル名を「９８１２０２００．ＭＳＶ」
としているが、このようなファイル名は装置が適当に割
り振っても良いし、また記録開始前または記録終了時な
どにユーザーに入力させるようにしても良い。

【０１３５】以上の説明から理解されるように、本例で
は高速書込処理として、ストリームデータは連続的にク
ラスタ単位で書込を行っていくようにし、ＦＡＴの更新
はストリームデータの書込終了後に実行される。また上
述したように、本例のアドレス変換テーブルでは、未使
用の論理アドレスと物理アドレスについても、予め対応
関係が記録されているものとなっている。

【０１３６】このため、ストリームデータを連続して記
録している期間には、ＦＡＴやアドレス変換テーブルの
更新は行なわれないことにる。従ってストリームデータ
の記録に関して、単位時間当たりの書込可能なデータ量
を、図３２で説明した従来の処理に比べて大幅に増大で
きる。つまり単位時間当たりの書込可能なデータ量は、
ほぼハードウエアのスペックによる上限まで増大させる
ことが可能となる。これにより、高ビットレートのスト
リームデータに対しても対応可能となる。例えばボイス
データ、高音質オーディオデータはもとより、データ量
の多い動画データなどについても、十分にリアルタイム
な記録動作が可能となる。さらに、実質的にはデータ書
込速度が大幅に高速化されることにもなり、またＦＡＴ
の更新のためのアクセスは１回のみとなり、大幅に減少
することになるため、記録動作にかかる消費電力も著し
く低減できる。

【０１３７】また、高ビットレートのストリームデータ
のリアルタイムな書込に対応できることは、大容量のバ
ッファメモリを設けたり、或いは他の機器から出力され
るオーディオデータや動画データなどを記録する際に、
そのストリームデータの供給機器側からの出力タイミン
グを制御するなどのシステム処理を行うことなどが不要
となることをも意味し、ドライブ装置としてのハードウ
エア及びソフトウエアの両面での構成の簡略化を実現で
きることにもなる。

【０１３８】６．復活処理ところで上記高速書込処理により、例えば高ビットレー
トのストリームデータでもリアルタイムな書込が可能と
なるが、上述した処理の説明からもわかるように、ＦＡ
Ｔ更新はストリームデータの書込完了後において行われ
るものであり、またＦＡＴ更新が完了して初めて書き込
まれたストリームデータが有効化、つまり再生可能なデ
ータとされるものである。これは、もしストリームデー
タの書込途中もしくは書込が完了した時点などにおい
て、ＦＡＴ更新が行われる前に例えば停電やその他の障
害により電源遮断が発生し、ＦＡＴ更新が不能となって
しまった場合は、書き込んだストリームデータが無効な
ファイル、つまりＦＡＴで管理されていないため再生不
能なファイルとなってしまう。

【０１３９】これが例えば他の記録媒体からダビングし
たデータである場合などは、再度ダビングをすることに
より事なきを得るが、マイクロフォン１０３から集音し
た音声を記録していた場合や、或いは撮像機器で撮像さ
れた動画データをリアルタイムで記録していた場合、さ
らには例えば放送受信機器で受信復調された放送音声を
記録していた場合など、再度そのストリームデータを取
り込むことができない場合は、大きな問題となってしま
う。このため本例では、一旦板状メモリ１に書き込んだ
データについては、もしＦＡＴ更新が不能となった場合
でも、復活処理により有効なデータに復活させることが
できるようにしている。

【０１４０】この復活処理としてマイクロコンピュータ
１０９が実行する処理を図２１に示すが、この復活処理
を実現するために、書込時には上述した図１７の処理が
行われているものである。つまり、上述したようにクラ
スタ単位での書込動作の際には、書込規則として、各時
点で空きクラスタのうちで最も若いクラスタナンバ（論
理アドレス）のブロックにストリームデータの書込を行
なうようにしていることと、次及びその次に若い２つの
クラスタナンバのブロックについてデータ消去を行うよ
うにしていることである。

【０１４１】このような処理を前提とすることで、図２
１の復活処理が可能となる。復活処理の際には、まずス
テップＦ２０１として、ＦＡＴで管理されている未使用
クラスタ（＝空きクラスタ）のうちで、その時点で最も
若いクラスタナンバ（論理アドレス）を変数ＣＬ（ｘ）
にセットする。なお、上記図１８、図１９、図２０で説
明したような書込動作について復活処理が実行されるの
は、例えば図１８のようにファイルＦ２が板状メモリ１
に記録されはしたが、ＦＡＴが依然として未更新の図１
９のままである場合である。従って、このステップＦ２
０１で最も若いクラスタナンバと判断されるクラスタ
は、実際にはファイルＦ２の最初のクラスタが書き込ま
れたクラスタナンバとなる。つまり図１８、図１９の場
合は、クラスタＣＬ（５）となる。

【０１４２】次にステップＦ２０２で、クラスタナンバ
ＣＬ（ｘ）となるクラスタに対してデータ読み出しを実
行し、ステップＦ２０３で、実データが存在するか否
か、つまり、データ消去が実行されているブロックであ
るか否かを判別する。上記例の場合、クラスタＣＬ
（５）にはデータが記録されているため、ステップＦ２
０４に進むことになる。

【０１４３】ステップＦ２０４では、ＦＡＴ（図１９の
状態）において空きクラスタとされるうちで、次に若い
クラスタナンバを変数ＣＬ（ｘ）にセットする。そして
ステップＦ２０２、Ｆ２０３の処理を行う。つまり同様
にそのクラスタナンバＣＬ（ｘ）のブロックの読み込み
及びデータ存在の確認を行う。上記例の場合、クラスタ
ＣＬ（５）の次に若いクラスタナンバであるクラスタＣ
Ｌ（７）について読込及びデータ確認が行われることに
なる。そしてクラスタＣＬ（７）にはデータが記録され
ているため、再びステップＦ２０４に進む。

【０１４４】このようなステップＦ２０１〜Ｆ２０４の
処理により、データが記録されている最後のブロックが
検出されることになる。つまり、例えば上記例の場合
は、空きクラスタについてナンバが若い順に、クラスタ
ＣＬ（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）、Ｃ
Ｌ（Ｃ）、ＣＬ（Ｄ）、ＣＬ（Ｅ）とそれぞれ読出及び
データ存在の確認が行われる。ここでクラスタＣＬ
（Ｅ）まではデータ存在が確認され、ステップＦ２０４
に進むことになるが、そのステップＦ２０４では、変数
ＣＬ（ｘ）としてクラスタＣＬ（Ｆ）がセットされ、ス
テップＦ２０２，Ｆ２０３で読出及びデータ存在確認が
行われることになる。このとき、上述した書込処理にお
いて、ストリームデータを書き込んだ次及びその次のブ
ロックに対しては消去を実行しているため、データ無し
と判断されることになる。

【０１４５】従って、これによってクラスタＣＬ
（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）、ＣＬ
（Ｃ）、ＣＬ（Ｄ）、ＣＬ（Ｅ）に有効化すべきデータ
が存在するということが確認でき、ステップＦ２０５で
は、現在のクラスタＣＬ（ｘ）（＝ＣＬ（Ｆ））が異常
終了にかかるクラスタであると判断する。そしてステッ
プＦ２０６、Ｆ２０７では、有効化すべきと判断された
クラスタＣＬ（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ（Ａ）、ＣＬ
（Ｂ）、ＣＬ（Ｃ）、ＣＬ（Ｄ）、ＣＬ（Ｅ）がＦＡＴ
上でリンクされるようにし、またこれが有効なファイル
とされるようにディレクトリエントリを更新する。これ
によりＦＡＴは図２０の状態に更新され、つまりファイ
ルＦ２が有効なファイルとして復活されることになる。

【０１４６】このように復活処理が行われることで、た
とえ上述した高速書込処理として、ＦＡＴ更新がストリ
ームデータ記録後に一括して実行されるようにしても、
電源遮断等の事故の場合も対応できることになる。つま
り上記高速書込処理により、書込済のストリームデータ
に対してＦＡＴ未更新状態が発生することがあり得るこ
ととなるが、この復活処理が実行できることで、ＦＡＴ
未更新状態が発生してもそれを解消できることとなり、
問題ないものとなる。

【０１４７】なお、ファイルＦ２としての全ストリーム
データの書込が完了した後にＦＡＴ更新不能となった場
合は、このように復活処理によりそのファイルＦ２を完
全に復活させることができるが、ストリームデータの書
込途中において電源遮断などで処理が中断されてしまっ
た場合は、その書込が行われた部分までが復活処理の対
象となることはいうまでもない。例えば図１８のファイ
ルＦ２についてクラスタＣＬ（５）、ＣＬ（７）、ＣＬ
（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）まで書き込んだ時点で動作不能とな
った場合は、ステップＦ２０１〜Ｆ２０４の処理で、ク
ラスタＣＬ（Ｃ）についてデータ無し（消去状態）と判
断されることになるため、ステップＦ２０６、Ｆ２０７
の更新処理では、クラスタＣＬ（５）、ＣＬ（７）、Ｃ
Ｌ（Ａ）、ＣＬ（Ｂ）がリンクされた１つのファイルと
なるように更新される。

【０１４８】なお、以上の復活処理は、ユーザー操作に
より開始されるようにしても良いし、マイクロコンピュ
ータ１０９がＦＡＴ未更新状態を自動検出して実行して
も良い。例えばマイクロコンピュータ１０９は、電源が
回復した時点で、板状メモリ１において高速処理マーキ
ングがオフされていないなど適正なファイルクローズが
行われていないことを検出したら、即座に復活処理を実
行するようにすれば、ユーザーに対してはＦＡＴ更新状
況によるファイルの有効／無効を意識させることなく、
あくまでも書込を行った部分については有効であるよう
に認識させることができる。また高速マーキング処理に
おいて、上述した「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」のよう
な暫定的なファイル名を設定し、最終的にそれを消去し
て正規のファイル名を設定する場合は、電源回復時点な
どで「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」というファイル名が
検出された場合は、適正なファイルクローズが行われて
いないと判断することができる。従ってそのような場合
に上記復活処理を開始すればよい。

【０１４９】以上、実施の形態について述べてきたが、
本発明はこれらの構成及び動作に限定されるものではな
い。特に高速書込処理や復活処理の細かい手順としては
各種の変形例が考えられる。

【０１５０】例えば高速書込処理において最後に書き込
みされたクラスタの判断として、消去済みのクラスタを
検出したか否かという方法をとっているが、ストリーム
データの書き込みが終了した時点で記録の最後のクラス
タ番号をマイクロコンピュータ１０９が記憶しておい
て、クラスタのリンクを作成する段階でマイクロコンピ
ュータ１０９が記憶した最後のクラスタ番号と照合する
ことでリンクの最後のクラスタを容易に判別することが
可能である。

【０１５１】また、記録終了後に記録したクラスタのリ
ンクをさせていく処理を簡略化する目的でストリームデ
ータの記録開始位置を書き込み処理中であることを表す
「ｔｅｍｐｔｅｍｐ．ｔｍｐ」の関連情報の一部とし
て、図２７に示したサブディレクトリに書かれた「９８
１２０１００．ＭＳＶ」の開始位置として記憶している
クラスタアドレス「２」と同様に、クラスタアドレス
「４」を記録するようにしても良い。このようにするこ
とでリンク情報作成時においてＦＡＴ領域を参照して記
録開始位置を確認することが不要となり、またＦＡＴ領
域を参照するのであれば記録開始位置が正しいことを知
ることもできる。

【０１５２】さらに、記録終了後に記録したクラスタを
リンクをさせていく処理を簡略化する目的で、ストリー
ムデータを板状メモリ１に記録するたびに、たとえばド
ライブ装置内のＲＡＭ１１１にクラスタ番号のみ記録順
序が判別可能なように記録しておき、記録されたクラス
タのリンクの処理時にはＲＡＭ１１１に記憶しておいた
クラスタ番号に基づいてリンクの作成を行っていけば、
板状メモリ１上に形成されているＦＡＴの読み出しや消
去済みとされているクラスタにデータが書き込まれてい
るかどうかを判断する処理は省略可能となる。このよう
にすることによって正常に記録が終了してＦＡＴの更新
処理などが行われる場合には、新たに記録されたストリ
ームデータに対するクラスタのリンク処理がより高速に
行えることになる。

【０１５３】また、本発明のシステムとしては、図１の
ような板状メモリに限定されるものではなく、他の外形
形状とされた固体メモリ媒体（メモリチップ、メモリカ
ード、メモリモジュール等）でも構わない。また、これ
まで説明したファイルシステムのフォーマットも、例え
ば実際に応じてその細部の規定などは変更されて構わな
い。更には、フラッシュメモリ容量のバリエーションも
図９に示したものに限定されるものではない。もちろ
ん、本発明の記録媒体のメモリ素子はフラッシュメモリ
に限られず、他の種のメモリ素子でもよい。

【０１５４】

【発明の効果】以上の説明からわかるように、本発明の
記録方法、記録装置では、ストリームデータ等の主情報
を連続して記録している期間には、ディレクトリ情報や
リンク情報等の管理情報の更新は行なわれないことにな
り、従って主情報の記録に関して、単位時間当たりの書
込可能なデータ量を大幅に増大できる。つまり単位時間
当たりの書込可能なデータ量は、ほぼハードウエアのス
ペックによる上限まで増大させることが可能となる。こ
れにより、より高ビットレートのストリームデータに対
しても対応可能となるという効果がある。さらに、実質
的にはデータ書込速度が大幅に高速化されることになる
という効果もあり、また管理情報やアドレス変換情報の
更新のためのアクセス回数の大幅減少から記録動作時の
消費電力も著しく低減できる。

【０１５５】また本発明の管理方法によれば、主情報の
記録動作の中断又は完了の後に、管理情報更新動作が実
行不能となった場合には、その後の動作時において、主
情報の記録に用いられたブロックを判別し、その判別に
応じて管理情報を更新して、更新した管理情報を記録媒
体に記録することで、主情報の記録動作においてその中
断又は完了までに記録された主情報を有効化させる記録
データ復活動作が可能となる。従って、本発明の記録方
法、記録装置のように管理情報の更新が主情報の書込完
了後に行われるシステムであって、例えば突然の電源遮
断などによって管理情報更新が不能となった場合でも、
記録済データについては保護できることになる。これに
よりシステムの信頼性を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態の板状メモリの外形形状を
示す平面図、正面図、側面図、底面図である。

【図２】実施の形態のファイルシステム処理階層の説明
図である。

【図３】実施の形態の板状メモリの物理的データ構造の
説明図である。

【図４】実施の形態の板状メモリの管理フラグ内容の説
明図である。

【図５】実施の形態の板状メモリにおけるデータ更新処
理と物理アドレス及び論理アドレスの概念の説明図であ
る。

【図６】実施の形態の論理−物理アドレス変換テーブル
の管理形態の説明図である。

【図７】実施の形態の論理−物理アドレス変換テーブル
の構造の説明図である。

【図８】論理−物理アドレス変換テーブルにおける未使
用ブロックの管理形態を説明するための説明図である。

【図９】実施の形態の板状メモリのフラッシュメモリ容
量／ブロック数／１ブロックの容量／１ページの容量／
論理−物理アドレス変換テーブルのサイズの関係の説明
図である。

【図１０】実施の形態のドライブ装置のブロック図であ
る。

【図１１】実施の形態における板状メモリとセット本体
のマイクロコンピュータとのインターフェイスを概念的
に示す説明図である。

【図１２】ＦＡＴ構造の説明図である。

【図１３】ＦＡＴによるクラスタ管理形態の説明図であ
る。

【図１４】ディレクトリの内容の説明図である。

【図１５】サブディレクトリ及びファイルの格納形態の
説明図である。

【図１６】実施の形態の高速書込処理のフローチャート
である。

【図１７】実施の形態の高速書込処理のフローチャート
である。

【図１８】実施の形態の高速書込動作例の説明図であ
る。

【図１９】実施の形態の高速書込処理前のＦＡＴの説明
図である。

【図２０】実施の形態の高速書込処理後のＦＡＴの説明
図である。

【図２１】実施の形態の復活処理のフローチャートであ
る。

【図２２】実施の形態のＦＡＴによる管理構造の説明図
である。

【図２３】実施の形態のデータ書込前のディレクトリ構
成例の説明図である。

【図２４】実施の形態のデータ書込中のディレクトリ構
成例の説明図である。

【図２５】実施の形態のデータ書込後のディレクトリ構
成例の説明図である。

【図２６】実施の形態のデータ書込前のデータ状態の説
明図である。

【図２７】実施の形態のデータ書込中のデータ状態の説
明図である。

【図２８】実施の形態のデータ書込中のデータ状態の説
明図である。

【図２９】実施の形態のＦＡＴ更新前のデータ状態の説
明図である。

【図３０】実施の形態のＦＡＴ更新後のデータ状態の説
明図である。

【図３１】実施の形態の高速書込処理のフローチャート
である。

【図３２】従来の書込処理のフローチャートである。

【符号の説明】

１板状メモリ、２端子部、４凹凸部、５スライ
ドスイッチ、１００セット本体、１０３マイクロフォ
ン、１０４マイクアンプ、１０５スピーカアンプ、
１０６スピーカ、１０７表示ドライバ、１０８表
示部、１０９マイクロコンピュータ、１１２操作部、
１２０着脱機構

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ブロック化された単位領域を有し、時間
的に連続して入力される主情報を、離散的なブロック又
は連続的なブロックに記録していくことができる主情報
記録領域と、上記主情報に対する上記主情報記録領域上の記録開始位
置と、上記主情報が記録された各ブロックを論理的に結
合させるリンク情報と、上記主情報を管理するディレク
トリ情報と、から成る管理情報を記録する管理領域とか
ら構成される記録媒体に、主情報を記録する記録方法と
して、新規な主情報を記録する際に上記ディレクトリ情報とし
て暫定ファイル名を記録する暫定ファイル名記録手順
と、上記主情報記録領域に存在する記録可能なブロックを所
定の順序で検索する検索手順と、上記検索手順において検知した記録可能なブロックに上
記主情報を順次記録する主情報記録手順と、上記主情報記録手順による主情報の上記主情報記録領域
への記録が終了した後に、上記リンク情報を生成して、
生成されたリンク情報と記録開始位置を上記管理領域に
記録する管理情報記録手順と、上記暫定ファイル名を消去する暫定ファイル名消去手順
と、が行われることを特徴とする記録方法。
【請求項２】上記検索手順での記録可能なブロックの
検索は、ブロックに付与された番号を昇順に検索してい
くことを特徴とする請求項１に記載の記録方法。
【請求項３】上記主情報記録手順での、上記記録可能
なブロックヘの主情報の記録は、上記検索手順で検索さ
れた記録可能なブロックの番号を記録媒体の物理アドレ
スに変換してから行うことを特徴とする請求項１に記載
の記録方法。
【請求項４】上記主情報記録手順では、上記記録可能
なブロックへの主情報の記録終了前に、次に記録可能な
ブロックの内容を消去するようにしたことを特徴とする
請求項１に記載の記録方法。
【請求項５】上記管理情報記録手順では、上記管理情
報で記録可能とされているブロックのうちで主情報が既
に記録されたブロックを検索して、そのブロックの番号
を順に結合させることで上記リンク情報を作成すること
を特徴とする請求項１に記載の記録方法。
【請求項６】上記リンク情報の作成の際には、上記管
理情報で記録可能とされているブロックの番号を所定の
順に検索して行き、上記主情報が記録されていないブロ
ックを検出した際の直前のブロックを、上記主情報が最
後に記録されたブロックと判別してリンク情報を作成す
ることを特徴とする請求項５に記載の記録方法。
【請求項７】上記主情報記録手順では、最後に主情報
を記録したブロックに付与された番号を記憶しておき、上記管理情報記録手順では、上記主情報記録手順で記憶
した番号を最後に主情報の記録されたブロックと判別し
てリンク情報を作成することを特徴とする請求項５に記
載の記録方法。
【請求項８】上記暫定ファイル名とともに、新たな主
情報を最初に記録するブロックに付与された番号を記憶
しておき、上記管理情報記録手順では、上記暫定ファイル名ととも
に記憶した番号を主情報の記録された最初のブロックと
判別してリンク情報を作成することを特徴とする請求項
５に記載の記録方法。
【請求項９】上記暫定ファイル名消去手順では、上記
暫定ファイル名を消去するとともに、記録された主情報
を示すファイル名を上記管理領域に記録することを特徴
とする請求項１に記載の記録方法。
【請求項１０】ブロック化された単位領域を有し、時
間的に連続して入力される主情報を、離散的なブロック
又は連続的なブロックに記録していくことができる主情
報記録領域と、上記主情報に対する上記主情報記録領域上の記録開始位
置と、上記主情報が記録された各ブロックを論理的に結
合させるリンク情報と、上記主情報を管理するディレク
トリ情報と、から成る管理情報を記録する管理領域とか
ら構成される記録媒体を管理する管理方法として、上記ディレクトリ情報に暫定ファイル名が書き込まれて
いるか否かを判定する暫定ファイル名判定手順と、上記判定手順によって暫定ファイル名が書き込まれてい
ると判定された場合に、上記管理情報に基づいて記録可
能とされるブロックを所定の順序で検索する検索手順
と、上記検索されたブロックに主情報が記録されているか否
かを判定する記録判定手順と、上記記録判定手順において最初に主情報が記録されたブ
ロックであると判定されたブロックを記録開始位置と
し、さらに上記検索手順の検索順序で主情報が記録され
ていると判定されたブロックが論理的に結合されるよう
にリンク情報を作成するリンク情報作成手順と、上記記録開始位置と上記リンク情報を、上記管理情報と
して上記管理領域に記録する管理情報記録手順と、上記暫定ファイル名を消去する暫定ファイル名消去手順
と、が行われることを特徴とする管理方法。
【請求項１１】上記検索手順での所定順序の検索は、
ブロックに付与された番号の昇順に行うことを特徴とす
る請求項１０に記載の管理方法。
【請求項１２】上記リンク情報作成手順では、上記管
理情報で記録可能とされているブロックの番号の所定の
順の検索において、上記主情報が記録されていないブロ
ックを検出した際の直前のブロックを、上記主情報が最
後に記録されたブロックと判別してリンク情報を作成す
ることを特徴とする請求項１０に記載の管理方法。
【請求項１３】ブロック化された単位領域を有し、時
間的に連続して入力される主情報を、離散的なブロック
又は連続的なブロックに記録していくことができる主情
報記録領域と、上記主情報に対する上記主情報記録領域上の記録開始位
置と、上記主情報が記録された各ブロックを論理的に結
合させるリンク情報と、上記主情報を管理するディレク
トリ情報と、から成る管理情報を記録する管理領域とか
ら構成される記録媒体に対して、主情報を記録する記録
装置として、上記ディレクトリ情報と上記主情報と上記管理情報の各
々を、上記記録媒体の所定の領域に記録しまたは消去す
ることができる記録消去手段と、上記記録媒体の記録可能なブロックを所定の順番で検索
する検索手段と、リンク情報を生成するリンク情報生成手段と、新規な主情報を記録する際に暫定ファイル名を上記ディ
レクトリ情報として上記管理領域に記録させ、また連続
して入力される主情報を上記検索手段により検索された
記録可能なブロックに順次記録させ、また上記主情報の
記録が終了した後に上記リンク情報生成手段によって生
成されたリンク情報と記録開始位置とを上記管理領域に
記録させ、また上記暫定ファイル名を消去させるよう
に、上記記録消去手段を制御する制御手段と、を備えていることを特徴とする記録装置。
【請求項１４】上記検索手段は、ブロックに付与され
た番号の昇順に検索を行うことを特徴とする請求項１３
に記載の記録装置。
【請求項１５】上記検索手段で検索された記録可能な
ブロックの番号を記録媒体の物理アドレスに変換する変
換手段を更に備え、上記記録消去手段による記録可能なブロックヘの主情報
の記録は、上記物理アドレスに基づいて行われることを
特徴とする請求項１３に記載の記録装置。
【請求項１６】上記制御手段は、上記記録可能なブロ
ックへの主情報の記録が終了する前に、次に記録可能な
ブロックの記録内容を上記記録消去手段によって消去さ
せることを特徴とする請求項１３に記載の記録装置。
【請求項１７】上記リンク情報生成手段は、上記検索
手段によって検索された記録可能なブロックのうち主情
報が既に書き込まれたブロックの番号を所定の順に結合
させて上記リンク情報を生成することを特徴とする請求
項１３に記載の記録装置。
【請求項１８】上記検索手段によって上記所定の順序
で検索された記録可能なブロックのうちで、主情報が記
録されていた最後のブロックを、上記主情報の連続した
記録における最後のブロックと判断することを特徴とす
る請求項１３に記載の記録装置。
【請求項１９】上記制御手段は、上記記録消去手段に
より上記暫定ファイル名を消去させるとともに新たに記
録した主情報を示すファイル名を上記管理領域に記録さ
せることを特徴とする請求項１３に記載の記録装置。
【請求項２０】上記記録媒体が着脱可能とされている
ことを特徴とする請求項１３に記載の記録装置。
【請求項２１】上記記録媒体は、フラッシュメモリで
構成されることを特徴とする請求項１３に記載の記録装
置。