JP2001188701A - 半導体メモリカードについてのアクセス装置、コンピュータ読取可能な記録媒体、初期化方法、及び半導体メモリカード - Google Patents

半導体メモリカードについてのアクセス装置、コンピュータ読取可能な記録媒体、初期化方法、及び半導体メモリカード

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Abstract

(57)【要約】 【課題】消去可能ブロック書換のための処理時間の低減
化を図り、また不揮発メモリについての高寿命化を実現
するようなデータ格納フォーマットを半導体メモリカー
ド上に形成するアクセス装置を提供する。 【解決手段】 半導体メモリカードのボリューム領域に
おいて先頭に位置する所定数の消去可能ブロックはボリ
ューム管理情報を含んいる。後続するユーザ領域のクラ
スタが消去可能ブロックの境界に配置されないように、
マスタブートレコード及びパーティションテーブルを含
むセクタからパーティションブートセクタまでのデータ
サイズが決定されている。後続するユーザ領域におい
て、クラスタ同士の境界と、消去可能ブロックの境界と
が一致するので、1つのクラスタの書き換えにあたっ
て、2つの消去可能ブロックを消去するような、無駄は
起こり得ない。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術部分野】本発明は、EEPROM等の不揮
発メモリを内蔵した半導体メモリカードをアクセスする
アクセス装置、半導体メモリカードについての初期化プ
ログラムを記録したコンピュータ読取可能な記録媒体、
初期化方法、及び半導体メモリカードに関し、特に、不
揮発メモリに対するデータ書換効率を向上させる改良に
関する。
【０００２】
【従来の技術】小型・軽量であることを長所とする半導
体メモリカードは、様々な技術分野において、記録媒体
としての確固たる地位を築きつつある。半導体メモリカ
ードは、EEPROMと呼ばれる不揮発メモリを内蔵してお
り、半導体メモリカードと接続した機器は、この不揮発
メモリに対するアクセスを行うことにより、半導体メモ
リカードを記録媒体として利用する。EEPROMにおいて白
紙の状態にあるセクタに関しては、磁気ディスク、光デ
ィスク同様、データを直接書き込むことができる。一
方、既にデータが書かれているセクタに対しては、一旦
書込先に記録されているデータを消去して、白紙の状態
に戻してからデータ書き込みを行わねばならない。多く
の半導体メモリカードに内蔵されているNAND型と呼ばれ
るEEPROMにあっては、セクタを白紙の状態に戻すという
作業を32個のセクタに対して一括して行う必要があるの
で（この不揮発メモリにおいて32個のセクタ群は消去可
能ブロックと呼ばれる。）、半導体メモリカードは、消
去可能ブロックをアクセス単位とした領域管理を実現す
るべく、専用の制御回路を内蔵している。そして消去可
能ブロックの状態管理、及び、消去可能ブロックに対す
るデータの読み出し、データ書き込みをこの制御回路に
委ねている。
【０００３】以上のことから、半導体メモリカードは、
磁気ディスク、光ディスク型の記録媒体とは全く異なる
独特のハードウェア構造(物理層)を有している。その反
面、図３５に示すような物理層・ファイルシステム層・応
用層からなるレイヤモデルにて、データ管理を行ってい
る点は、磁気ディスク、光ディスクと共通しているとい
える。図３６は、物理層のレイアウトを詳細に示す図で
ある。図３６において、物理層におけるボリューム領域
は、消去可能ブロックを複数配置してなる。各消去可能
ブロックは、32個のセクタからなり、16KByteのデータ
長を有している。図３７に、ファイルシステム層のレイ
アウトを詳細に示す。図３７に示すファイルシステム層
のレイアウトは、俗にFAT型ファイルシステムと呼ばれ
るものである。FAT型ファイルシステムにおいて、ボリ
ューム領域における領域管理は、クラスタとよばれる単
位を用いて行われる。ボリューム領域の先頭にはボリュ
ーム管理情報が配置され、ボリューム管理情報の直後に
はユーザデータの記録のための領域であるユーザ領域が
配置される。ボリューム管理情報は、マスタブートレコ
ード、パーティションテーブル、パーティションブート
セクタ、二重化ファイルアロケーションテーブル(FA
T)、ルートディレクトリエントリからなる。このうち、
二重化ファイルアロケーションテーブルは、ボリューム
領域に含まれる複数のクラスタに対応づけられ、クラス
タと、クラスタとの間のリンク関係を示す。こうしたフ
ァイルシステム層を設けることにより、応用層では、デ
ィレクトリ、ファイルからなる階層構造にて、データが
格納されることなる。レイヤモデルの導入により、アク
セス装置は、物理層の違いを意識せずに、磁気ディス
ク、光ディスク型の記録媒体をアクセスするのと同じ手
順を経て、半導体メモリカードをアクセスすることがで
きる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ところで、ファイルシ
ステムのボリューム領域に、データを格納するにあたっ
て、ボリューム領域のデータサイズをユーザが任意に決
める機会が多々ある。ユーザの要望に応じてボリューム
領域のサイズを変化させた場合、ボリューム領域に含ま
れるクラスタ数が増減する。クラスタ数が増減すれば、
それらクラスタに対応するエントリーからなるFATのサ
イズも増減し、このFATを含むボリューム管理情報のサ
イズも、増減することなる。こうしてボリューム管理情
報のサイズが増減すると、ボリューム管理情報に後続す
るユーザ領域の先頭アドレスも、変動することなる。ユ
ーザ領域の先頭アドレスは、ボリューム領域のサイズに
応じて変動するものなので、無論このユーザ領域に含ま
れる各クラスタの先頭アドレスもユーザ領域のサイズに
応じて変動する。
【０００５】クラスタの先頭アドレスが、ユーザ領域の
サイズに応じて変動するとなると、2つの消去可能ブロ
ックの境界をまたぐように、クラスタが配置されたり、
ボリューム管理情報の終端部分と、ユーザ領域の先頭に
位置するクラスタとが同じ消去可能ブロックに配置され
ることも有り得る。ボリューム管理情報の終端部分と、
ユーザ領域の先頭に位置するクラスタとが同じ消去可能
ブロックに配置された状態のボリューム領域のレイアウ
トを図３８に示す。図３８のようにクラスタが配置され
れば、このクラスタに格納されたデータを書き換えたい
場合、このクラスタが配置されている2つの消去可能ブ
ロックを読み出して、2つの消去可能ブロックを白紙の
状態に戻さねばならない。一方不揮発メモリは、絶縁層
に浮遊ゲートを埋設してなる記憶素子から構成されてお
り、かかる構造の記憶素子は、数万回の消去を限界とし
ているので、1つのクラスタの書き換えのために、2つの
消去可能ブロックを消去するような現象が多く発生すれ
ば、不揮発メモリ自体の寿命を著しく縮める結果とな
る。
【０００６】仮に32個のセクタを1つのクラスタとして
管理する場合、クラスタに対するデータの書き込みは、
書込先が消去済みならば32×200μ秒(200μ秒は、セク
タ1つ当たりの書き込みに要する時間)にて完遂するが、
書込先の消去を先に行ってからデータ書き込みを行う場
合は、これに約2m秒の消去時間が追加される。クラスタ
が2つの消去可能ブロックの境界を跨いでいるため、2つ
のブロックの消去が必要となると、書込先の消去に、4m
秒が費やされることなり、データ書き込み時間の長期化
が顕著化してしまう。
【０００７】本発明の目的は、消去可能ブロックに対す
る書き換えのための処理時間の低減化を図り、また不揮
発メモリについての高寿命化を実現するようなデータ格
納フォーマットを半導体メモリカード上に形成するアク
セス装置を提供することである。
【０００８】
【課題を解決するための手段】SD(Secure Digital)メモ
リカードと呼ばれるタイプの半導体メモリカードの実用
にあたっては、上述したような、処理時間の低減化及び
不揮発メモリについての高寿命化といった問題の解決が
強く迫られる。その理由は以下の通りである。SDメモリ
カードには、データの暗号化に用いられた暗号鍵や、著
作物の再生の際の課金に用いられる課金情報等、ユーザ
への公開が望ましくない情報を格納しておくための領域
（プロテクト領域という）が一般ユーザが使用できる領
域とは別に、ボリューム領域上に設けられる。非公開が
要求されるデータの量は、アプリケーションプログラム
の種別毎に異なるので、プロテクト領域のサイズは、ア
プリケーションプログラムの種別に応じて変化させねば
ならない。プロテクト領域のサイズが変化するとなる
と、ボリューム領域のレイアウトは、アプリケーション
プログラムの種別に応じて変化することなる。アプリケ
ーションプログラムの種別に応じて、ボリューム領域の
レイアウトを変化させるとなると、クラスタが、消去可
能ブロックの境界を跨ぐようなレイアウトが多く発生し
うるので、上述した目的の達成は強く望まれる。
【０００９】こうした目的達成のため、半導体メモリカ
ードについてのアクセス装置は、複数のセクタからな
り、それら複数のセクタのうち連続する2のi乗個のセク
タ(iは、0以上の整数)がデータ消去の最小単位であるブ
ロックとしてグループ化されているメモリ領域を有する
半導体メモリカードにおいて、複数のセクタのうち2のj
乗個のセクタ(jは、0以上の整数)に格納されるデータ群
をクラスタとして管理し、１つ以上のクラスタをファイ
ルとして管理することにより、ファイルアクセスを実現
する装置であり、前記メモリ領域において管理されるべ
きクラスタ数に基づいて、同一ファイルとして管理され
る前記クラスタ間のリンク関係をファイル毎に示すファ
イルアロケーションテーブルのデータサイズを算出し、
ファイルアロケーションテーブルを含むボリューム管理
情報のデータサイズを算出する算出手段と、算出された
ボリューム管理情報のデータサイズを上回り、尚且つ、
m×2のj乗個のセクタからなる第１領域を(mは、1以上の
整数)、ボリューム管理情報の記録のために確保し、第
１領域に後続するセクタからなる第２領域を、ユーザデ
ータの記録のために確保する確保手段と、確保された第
１領域にボリューム管理情報を記録し、第２領域にユー
ザデータを記録して、これらをクラスタとして管理する
記録手段とを備えることを特徴としている。
【００１０】
【発明の実施の形態】以降、図面を参照しながら、半導
体メモリカード、半導体メモリカード及びアクセス装置
からなるシステムについての実施形態について説明す
る。図１は、半導体メモリカードの外観形状を示す図で
あり、図２（ａ）、図２（ｂ）は、アクセス装置の外観
形状を示す図である。図３（ａ）は、半導体メモリカー
ド１００及びアクセス装置の内部構成を示す図である。
【００１１】半導体メモリカード１００は、図１に示す
ような外観形状を有しており、長さ32.0 mm、幅24.0 m
m、厚さ2.1 mmといった大きさ（切手サイズの大きさ）
のカード型記録媒体である。ユーザはこの半導体メモリ
カード１００を指先で把持することができる。半導体メ
モリカード１００には、アクセス装置との接続のための
９本のコネクタが設けられており、側面には、記憶内容
の上書きを許可するか禁止するかを操作者が設定するこ
とができるプロテクトスイッチ１０１が設けられてい
る。半導体メモリカード１００は、図３（ａ）の下半分
に示すように、NAND型EEPROMである不揮発メモリ１と、
アクセス装置から発せられるコマンドに従って、不揮発
メモリに対するデータ書き込み、不揮発メモリからのデ
ータ読み出し、データ消去を行うアクセス制御部２と、
不揮発メモリから読み出されたデータを書き換える際、
データの一時格納に用いられるワークメモリ３とを含
む。
【００１２】次にアクセス装置について説明する。アク
セス装置は、図２（ａ）に示すような民生用音響機器、
図２（ｂ）に示すようなパソコン等の情報機器であり、
図３（ａ）の上半分に示すように、半導体メモリカード
１００を接続するためのカードコネクタ４と、半導体メ
モリカード１００をアクセスするための各種ソフトウェ
アを格納した二次記憶装置５と、アクセス装置における
統合制御を行うCPU６と、半導体メモリカード１００を
アクセスする際、FATやルートディレクトリエントリの
一時的な格納に用いられる一次記憶装置７とからなる。
図３（ｂ）は、アクセス装置にて用いられるソフトウェ
アのレイヤモデルを示す図である。本図に示すように、
アクセス装置のソフトウェアは、映像再生、音声再生等
のアクセス装置固有の処理を行うアプリケーションプロ
グラム８と、ファイルの読み出し、書き込み、ファイル
の削除、ファイルの書き換えといったファイルシステム
に対する操作を、アプリケーションプログラム８からの
指示に従って実行するファイルシステム操作部９と、半
導体メモリカード１００に対して読出コマンド、書込コ
マンドを発行することにより、ファイルシステムに対す
る操作を実践するデバイスドライバ１０とからなる。
【００１３】続いて、不揮発メモリ１におけるデータ格
納フォーマットの一例について説明する。不揮発メモリ
１は、図４に示したようなフォーマットで、データ格納
を行う。図４において、不揮発メモリの全体はボリュー
ム領域と称される。ボリューム領域は、複数のクラスタ
により管理される領域であり、パーティション管理領域
と、パーティション（パーティションは、レギュラー領
域と呼ばれる）とからなる。図４の右段に示すように、
パーティションは、システム領域と、ユーザ領域とに区
分けされる。
【００１４】ユーザ領域の先頭アドレスは、システム領
域の直後であるが、システム領域における二重化FATの
サイズは、ユーザ領域のサイズに応じて増減し得るの
で、これに応じてユーザ領域の先頭アドレスが変動する
点は、従来技術で述べた通りである。ボリューム領域に
おける各セクタは、ボリューム領域の先頭を基準とした
物理アドレスにて指示される。
【００１５】以降、ボリューム領域に含まれる各領域に
ついて説明してゆく。図５は、ボリューム領域に含まれ
る『パーティション管理領域』、『システム領域』、
『ユーザ領域』の構成を示す図である。『パーティショ
ン管理領域』は、マスタブートレコード&パーティショ
ンテーブルセクタと、Reserved情報1/2,2/2とからな
る。マスタブートレコード&パーティションテーブルセ
クタの構成を詳細に表したものが図６（ａ）である。図
６（ａ）では、"＜"型の矢印を用いて、マスタブートレ
コード&パーティションテーブルセクタの内容を階層的
に表現している。矢印ky1に示すように、マスタブート
レコード&パーティションテーブルセクタは、マスタブ
ートレコード(Master Boot Record)、4つのパーティシ
ョンテーブル(Partition Table1,2,3,4)、Signature Wo
rdからなる。
【００１６】『マスタブートレコード』は、自身に後続
する領域が"物理的な一つの媒体（物理媒体）"であるこ
とをアクセス装置に認識させるための標識である。本図
では、ボリューム領域にマスタブートレコードが1つだ
け存在するので、ボリューム領域において1つの物理媒
体がアクセス装置により認識され得るが、仮にボリュー
ム領域にマスタブートレコードを2つ配せば、2つの物理
媒体がアクセス装置により認識される。
【００１７】『パーティションテーブル』は、パーティ
ションに関する情報が記述されたテーブルであり、矢印
ky2に示すように、本半導体メモリカード１００を起動
ドライブとして用いる際、0x80が設定される"Boot Indi
cator"と、パーティションの開始ヘッダを特定する"Sta
rting Head"と、パーティションの開始セクタ・開始シリ
ンダを特定する"Starting Sector/Starting Cylinder"
と、パーティションのサイズが32680Byteより少ない場
合、01が設定され、65536Byteより少ない場合、04が設
定されることにより、ファイルシステムのタイプを示
す"SystemID"と、"Ending Head"と、パーティションの
終了セクタ・終了シリンダを特定する"EndingSector/End
ing Cylinder"と、このパーティションの開始セクタま
での相対セクタ数を示す"Relative Sector"と、パーテ
ィションのセクタ数が設定される"Total Sector"とから
なる。
【００１８】続いて半導体メモリカード１００のパーテ
ィションについて説明する。パーティションは、システ
ム領域及びユーザ領域からなるが、ユーザ領域と、シス
テム領域の順に、これらの領域の説明を行う。ユーザ領
域の説明にあたっては、図７（ｃ）を引用する。『ユー
ザ領域』は、クラスタを最小単位にして、ファイルが格
納される領域である。図７（ｃ）における破線の引き出
し線ff2は、ユーザ領域に含まれる複数のクラスタ002,0
03,004,005・・・・・を示す。図中の番号002,003,004,005,0
06,007,008・・・・・・・は、各クラスタを識別するために付
与された3桁の16進数表記のクラスタ番号を示す。デー
タ領域に対するアクセスは、クラスタを最小単位として
行われるので、データ領域の内部位置は、これらのクラ
スタ番号を用いて、指示される。
【００１９】システム領域は、パーティションブートセ
クタ、二重化FAT、ルートディレクトリエントリからな
る。パーティションブートセクタの説明にあたっては図
６（ｂ）を、二重化FATの説明にあたっては図７（ａ）
を、RDEの説明にあたっては図７（ｂ）を引用するもの
として、これらの領域について順次説明する。パーティ
ションブートセクタは、図６（ｂ）に示すような情報項
目を有するExtend FDC記述子が設定される。図６（ｂ）
によれば、Extend FDC記述子は、JumpCommand,Creating
System Identifier,一セクタのサイズ(Sector Size),
一クラスタ当たりのセクタ数(Sector per Cluster),Res
erved Sector Count,二重化FATに含まれるFAT数(Numbr
of FATs),ルートディレクトリエントリのデータ長(Numb
er of Root-directory Entries),Total Sectors,Medium
Identifier,FAT1つ当たりのセクタ数(Sector Per FA
T),Sector Per Track,Number of Sides,Number of Hidd
en Sectors,システム領域及びユーザ領域における総セ
クタ数(Total Sectors),Physical Disk Number,Extende
d Boot Record Signature,Volume ID Number,ボリュー
ムラベル(Volume Label),File System Type,Signature
Word等の項目が設定される。
【００２０】『二重化ファイルアロケーションテーブル
(FAT)』は、ISO/IEC 9293に準拠した2つのFATからな
る。各FATは、各クラスタに対応づけられた複数のFATエ
ントリーからなる。各FATエントリーは、対応するクラ
スタが使用中であるか、未使用であるかを示すものであ
り、対応するクラスタが未使用であれば、そのファイル
エントリーには、"0"が設定され、対応するクラスタが
使用中であれば、クラスタ番号が設定される。このクラ
スタ番号は、対応するクラスタが読み出された場合、次
にどのクラスタを読み出せばよいかといったクラスタ間
のリンク関係を示す。図７（ａ）の破線の引き出し線ff
1は、FATに含まれる複数のFATエントリー002,003,004,0
05・・を示す。このFATエントリーに付与された数値『00
2,003,004,005・・』は、各FATエントリーがどのクラスタ
に対応づけられているか、つまり、各FATエントリーが
対応づけられているクラスタのクラスタ番号を示す。
【００２１】『ルートディレクトリエントリ』は、ルー
トディレクトリに存在する複数ファイルについてのファ
イルエントリーを複数含む。各ファイルエントリーは、
存在するファイルの「ファイル名」と、そのファイルの
「ファイル拡張子」と、ファイルの先頭部が格納されて
いる「ファイル最初のクラスタ番号」と、そのファイル
についての「ファイル属性」と、ファイルが記録された
「記録時刻」と、ファイルの「記録日付」と、ファイル
のデータ長である「ファイル長」とを含む。
【００２２】ここで、ルートディレクトリにAOB001.SA1
というファイルを格納する場合、AOB001.SA1がどのよう
に格納されるか、即ち、ファイル格納方式の一例を図８
を参照しながら説明する。上述したようにデータ領域の
最小アクセス単位はクラスタであるので、AOB001.SA1
は、クラスタサイズを最小単位にしてデータ領域に格納
せねばならない。AOB001.SA1は、先ずクラスタサイズに
分割されて、各クラスタに書き込まれる。図８は、AOB0
01.SA1をクラスタサイズに合わせて5つに分割し、各分
割部分を、クラスタ003,004,005,00A,00Cに格納する状
態を想定した図である。
【００２３】AOB001.SA1が分割格納されると、ディレク
トリエントリー及びFATは、図９のように設定されねば
ならない。図９は、AOB001.SA1が複数のクラスタに記録
されている場合のディレクトリエントリー及びFATにつ
いての設定例を示す図である。本図においてAOB001.SA1
の先頭部分がクラスタ003に記録されている場合、ルー
トディレクトリエントリーにおける『最初のクラスタ番
号』には、その先頭部分が格納されているクラスタにつ
いてのクラスタ番号003が記載される。以降、AOB001.SA
1の後続する部分は、クラスタ004、クラスタ005に格納
されていることがわかる。AOB001.SA1の先頭部分を格納
しているクラスタ003には、FATエントリー003(004)が対
応しているが、このFATエントリーは、AOBファイルの後
続する部分を格納しているクラスタ004を示すものであ
る。またこれに後続している部分を格納しているクラス
タ004,005には、FATエントリー004(005),FATエントリー
005(00A)が対応しているが、これのFATエントリーは、A
OBファイルの次の後続する部分を格納しているクラスタ
005,00Aを示すものである。
【００２４】これらFATエントリーに記載されたクラス
タ番号を矢印fk1,fk2,fk3,fk4,fk5・・・・・に示すように順
次読みとってゆけば、AOB001.SA1の分割部分を全て読み
取ることができる。以上の説明により、半導体メモリカ
ード１００のユーザ領域は、クラスタを最小単位として
アクセスされ、また各クラスタにはそれぞれFATエント
リーが対応づけられていることがわかる。尚、AOBファ
イルの末尾の部分を格納したクラスタ(図９の一例で
は、クラスタ00C)に対応づけられているFATエントリー
には、そのクラスタがファイルの最終部分を格納してい
ることを示すクラスタ番号『FFF』が記述される。
【００２５】これまでの説明は、不揮発メモリにおける
ファイルシステムの構成を一通り解説にしたに過ぎな
い。ここからの説明が、本実施形態において特に主眼と
するところである。クラスタの境界と、消去可能ブロッ
クの境界とをどのように整合させたか、システム領域−
ユーザ領域間の境界を、消去可能ブロックの境界とどの
ように整合させたかの説明を行う。境界整合を実現する
ため、本実施形態では、2つの改良を行っている。1つ目
の改良は、クラスタのサイズを、消去可能ブロックのサ
イズの1/n(nは、1,2,4,8,16,32)に設定するという改良
である。図１０（ａ）は、消去可能ブロックと、クラス
タとの関係を示す図であり、クラスタサイズは、消去可
能ブロックのサイズである16KByteの1/nの大きさ(32セ
クタの1/n)に定める。図１０（ｂ）は、n=1と定められ
た場合のクラスタを示す図であり、図１０（ｃ）は、n=
16と定められた場合のクラスタを示す図である。
【００２６】2つ目の改良は、ボリューム領域におい
て、クラスタのm倍のサイズの領域を、ボリューム管理
情報の記録に割り当てるという改良である。図１１
（ａ）は、s個の消去可能ブロックに含まれるs個のクラ
スタのうち、m個のクラスタをボリューム管理情報の記
録に割り当てる場合を想定した図である。m個のクラス
タをボリューム管理情報の記録に割り当てれば、s個の
消去可能ブロックの内部領域のうち、m/nの部分が、ボ
リューム管理情報に占有されることなり、残る(s・n-m)/
nの内部領域が、ユーザ領域に割り当てられることな
る。
【００２７】ボリューム管理情報を、クラスタのm倍の
サイズに設定することにより、s個の消去可能ブロック
には、ボリューム管理情報と、s・n-m個のクラスタとが
詰め込まれ、クラスタが2つの消去可能ブロックの境界
を跨ぐことはない。図１１（ｂ）は、n=1と設定された
場合、ボリューム管理情報の記録にどれだけのクラスタ
が割り当てられるかを示す図であり、図１１（ｃ）は、
n=16と設定された場合、ボリューム管理情報の記録にど
れだけのクラスタを割り当てるかを示す図である。これ
らの図からも明らかなように、ボリューム管理情報の設
定により複数のクラスタが、複数の消去可能ブロックに
詰め込まれているので、何れのクラスタも消去可能ブロ
ックの境界を跨ぐことはない。先の図５では、かかるサ
イズ調整がなされたボリューム領域のレイアウトをより
詳細に示している。図５において、パーティション管理
領域のサイズはNOM、パーティションブートセクタのサ
イズはRSC、二重化FATのサイズは、Size1×2、ルートデ
ィレクトリエントリのサイズはRDE、総セクタサイズをT
S、クラスタに含まれるセクタの個数はSCと表現してい
る。
【００２８】この図５において、二重化FATに含まれるF
ATのサイズSize1は、TSに依存したものとなる。具体的
にいうなら、以下の数式11により算出される値となる。 ｛数式11｝ FAT12の場合:Size1=(((((TS-(RSC+RDE))/SC)+2)×12/8)
+511)/512 FAT16の場合:Size1=(((((TS-(RSC+RDE))/SC)+2)×16/8)
+511)/512 ここでFAT12とは、FATエントリー1つ当たりに12ビット
を割り当てることをいい、FAT16とは、FATエントリー1
つ当たりに16ビットを割り当てることをいう。
【００２９】数式11において、(TS-(RSC+RDE))は、ユー
ザ領域の記録に必要なクラスタ数であり、これにインデ
ィケータ数2を加算して、FATエントリーのバイト長(12
又は16)を乗じ、且つ8で割ることにより、FATのバイト
長が算出される。この算出結果に、オフセット値である
511Byteを足し合わせ、セクタのバイト長512で割れば、
1つ当たりのFATを格納するのに必要なセクタ数を算出す
ることができる。尚、このオフセット値511は、例え
ば、FATのデータ長が1Byteと算出された場合、セクタ数
が0個と算出されるのを防ぐ目的で設けられている。FAT
のデータ長が1Byteと算出された場合、オフセット無し
でFATのデータ長を512で割れば、FATのセクタ数が0に算
出されてしまう。FATのデータ長が1Byteと算出された場
合でも、1セクタ以上のSize1を導き出すため、数式11で
は、オフセット値511を加算している。
【００３０】図５において特に注意すべきは、パーティ
ション管理領域のサイズであるNOMである。NOMは、パー
ティション管理領域と、システム領域とが、互いに異な
るクラスタに属するように、"SC＋α"という値に設定さ
れる。NOMの設定により、パーティション管理領域と、
システム領域を異なるクラスタに配置する理由は、シス
テム領域が配置されたクラスタの書き換えに失敗した
際、その失敗がパーティション管理領域に波及するのを
避けるためである。つまり書き換え失敗にて、パーティ
ション管理領域におけるマスタブートレコード、パーテ
ィションテーブルが破壊されれば、この半導体メモリカ
ード１００は、正規の記録媒体として、アクセス装置に
より認識されなくなる。そうした最悪ケースの発生を避
けるため、NOMをSC+αに設定している。
【００３１】SC+αのαをどのように設定するかである
が、αは、以下に示すように、RSCと、Size1×２と、RD
Eとの和がSCの整数倍になるように、(RSC+RDE＋Size1×
2)をSCで割り、その余りをSCから引くことにより求めら
れる。これらのことを勘案すると、NOMは、数式12に示
すように算出される。 ｛数式12｝ NOM=(SC-(RSC+RDE+Size1×2)%SC)+SC こうしてαに定めると、パーティション管理領域及びユ
ーザ領域は、複数の消去可能ブロックに丁度収まる形と
なり、システム領域と、ユーザ領域との境界が、消去可
能ブロックの境界と一致することなる。こうした境界一
致がはかれるので、後続する全てのクラスタの境界は、
消去可能ブロックの境界に一致することになる。
【００３２】ここでSC＝32セクタ(16KByte)、RDEを32セ
クタ、RSCを1セクタとし、TSを65600とした場合、NOM、
Size1がどのように算出されるかを説明する。二重化フ
ァイルアロケーションテーブルのタイプがFAT12である
とすると、数式11によりSize1は、Size1=(((((TS-(RSC+
RDE))/SC)+2)×12/8)+511)/512=(((((65600-(1+32))/S
C)+2)×12/8)+511)/512=7セクタと算出される。
【００３３】また数式12により、NOMは、NOM=(SC-(RSC+
RDE+Size1×2)%SC)+SC=(32-(1+32+7×2)%32)+32=47セク
タと算出される。算出された大きさで、パーティション
管理領域と、システム領域と、クラスタを作図して得ら
れたのが図１２である。PSN000からPSN031までのセクタ
には、マスタブートレコード&パーティションテーブル
セクタとReserved情報1/2とが配置され、PSN032からPSN
063までのセクタには、Reserved情報2/2とパーティショ
ンブートセクタと二重化FATとが配置される。またPSN06
4からPSN095までのセクタは、ルートディレクトリエン
トリが配置される。ボリューム領域におけるセクタは、
32個単位で1つの消去可能ブロックを形成するので、マ
スタブートレコード、パーティションテーブル、Reserv
ed情報1/2は、1番目の消去可能ブロック001に配置さ
れ、Reserved情報2/2、パーティションブートセクタ、
二重化FATは2番目の消去可能ブロック002に、ルートデ
ィレクトリエントリは、3番目の消去可能ブロック003に
配置される。ルートディレクトリエントリは、同じサイ
ズの消去可能ブロックに格納されるので、ユーザ領域
と、システム領域の境界は、消去可能ブロックの境界と
整合することなる。
【００３４】以上のボリューム領域のレイアウトは、ア
クセス装置におけるファイルシステム操作部９が、不揮
発メモリの初期化処理を行うことにより実現される。こ
の初期化処理の手順を示したのが図１３のフローチャー
トであり、以降、図１３のフローチャートを参照しなが
ら、ボリューム領域の初期化手順について説明する。ス
テップＳ１では、フォーマットすべき領域の大きさ（T
S）や半導体メモリカード１００の全体容量、アクセス
装置にて動作するオペレーションシステム、ユーザによ
る指定に応じて、クラスタサイズを決定する。
【００３５】クラスタサイズが決定されれば、ステップ
Ｓ２において、クラスタサイズSCと、フォーマットサイ
ズTSとから、FAT12、FAT16の何れかを使用するかを一意
に決める。FAT12、FAT16の何れかが決定されればステッ
プＳ３において、ルートディレクトリエントリのRDEを
決定する（本実施形態では、RDEを32セクタに固定す
る。）。その後、ファイルシステム操作部９はステップ
Ｓ４において、パーティションブートセクタのRSCを決
定し（尚本実施形態では、RSCを1セクタに固定す
る。）、ステップＳ５では、RDE及びRSCが算出されれ
ば、数式11にてFATのデータ長を計算する。ステップＳ
６において、ファイルシステム操作部９は、マスタブー
トレコードとパーティションブートセクタとが別のクラ
スタになるように、数式12にてNOMを計算する。
【００３６】以上のステップＳ５〜ステップＳ６は、数
式11、数式12に示した計算と何等変わるところはない。
以降のステップＳ７、ステップＳ８、ステップＳ９がこ
のフローチャートで初めてあかされる処理である。ステ
ップＳ７において、下記の数式13にて、ユーザ領域のク
ラスタ数CNを算出する。 ｛数式13｝ CN=(TS-(RSC+RDE+Size1×2+NOM))/SC ステップＳ８において、下記の数式14にて、FATのデー
タ長を算出する。
【００３７】｛数式14｝ FAT12の場合:Size2=(((CN+2)×12/8)+511)/512 FAT16の場合:Size2=(((CN+2)×16/8)+511)/512 ステップＳ９では、ステップＳ５にて算出されたSize1
と、ステップＳ８にて算出されたSize2との比較を行
い、同一値であれば計算を終了する。異なっていれば、
ステップＳ１０においてSize2をSize1に代入して、ステ
ップＳ６に移行し、NOMを計算しなおす。代入によりSiz
e1は別の値になるので、ステップＳ６に移行することに
より、異なるNOMが算出される。そうして算出されたNOM
に基づいて、ステップＳ８においてSize2が再度算出さ
れ、Size1とSize2との一致が判定されれば、ステップＳ
９がYesとなり処理を終える。
【００３８】以上の手順を経て、算出されたNOMは、パ
ーティションテーブルにおいてパーティションの開始セ
クタまでの相対セクタ数を示す"Relative Sector"に設
定される、またTSが、パーティションテーブルにおい
て"Total Sector"に設定される。SCは、パーティション
ブートセクタにおいて一クラスタ当たりのセクタ数を示
す『Sector per Cluster』に設定される。またセクタ数
を表すRDEは、1セクタ当たりのバイト長(512Byte)を乗
じ、更に32Byteで除されることにより、エントリー数に
変換され、パーティションブートセクタにおける『Numb
er of Root-directory Entries』に設定される。Size1
は、パーティションブートセクタにおいてFAT1つ当たり
のセクタ数を示す『Sector Per FAT』に設定される。ア
クセス装置は、パーティションテーブル及びパーティシ
ョンブートセクタに設定されたこれらの値を参照して、
二重化FAT、ルートディレクトリエントリ、ユーザ領域
の所在を特定する。
【００３９】以上で、図１３のフローチャートの説明を
終える。続いてTSを65568セクタと決定した場合、パー
ティション管理領域と、システム領域のサイズがどのよ
うに算出されるかの計算例を以下に示す。TSが65568で
あるので、ステップＳ１では、クラスタサイズは32セク
タと決定される。クラスタサイズが32セクタと決定され
たので、ステップＳ２において、クラスタサイズSCと、
フォーマットサイズTSとから、FAT12を使用すると決定
する。本実施形態では、RDEは32セクタに固定されてお
り、RSCは1セクタに固定されているので、ステップＳ
３、ステップＳ４での計算は行われない。ステップＳ５
では、数式11、数式12にてFATのデータ長を計算する。
ここでFATはFAT12なので、Size1=(((((TS-(RSC+RDE))/S
C)+2)×12/8)+511)/512=(((((65568-(1+32))/SC)+2)×1
2/8)+511)/512=7セクタと算出される。
【００４０】Size1が算出されれば、ステップＳ６にお
いて、マスタブートレコードとパーティションブートセ
クタとが別のクラスタになるように、数式12にてNOMを
計算する。 NOM=(SC-(RSC+RDE+Size1×2)%SC)+SC=(32-(1+32+7×2)%
32)+32=49セクタと算出される。
【００４１】NOMが算出されれば、ステップＳ７におい
て、数式13にてレギュラー領域におけるクラスタ数の計
算を行う。 CN=(TS-(RSC+RDE+Size1×2+NOM))/SC CN=(65568-(1+32+7×2+49))/32=2046セクタと算出され
る。
【００４２】ステップＳ８において、数式14にて、FAT
のデータ長を算出する。 FAT12の場合:Size2=(((CN+2)×12/8)+511)/512 Size2=(((2046+2)×12/8)+511)/512 Size2=6 ステップＳ９では、ステップＳ５にて算出されたSize1
と、ステップＳ８にて算出されたSize2との比較を行
う。ここで、Size1は7セクタと、Size2は6セクタと算出
され、これらは同一値ではないので、ステップＳ１０に
移行して、Size2をSize1に代入して再度ステップＳ６に
移行し、NOMを計算しなおす。
【００４３】NOM=(SC-(RSC+RDE+Size1×2)%SC)+SC=(32-
(1+32+6×2)%32)+32=51セクタと算出される。NOMが算出
されれば、ステップＳ７において、レギュラー領域にお
けるクラスタ数の計算を行う。 CN=(TS-(RSC+RDE+Size1×2+NOM))/SC CN=(65568-(1+32+6×2+49))/32=2046セクタと算出され
る。
【００４４】ステップＳ８において、FATのデータ長を
算出する。 FAT12の場合:Size2=(((CN+2)×12/8)+511)/512 Size2=(((2046+2)×12/8)+511)/512 Size2=6 こうした計算の後、ステップＳ９においてSize1とSize2
との比較がなされるが、Size1、Size2は一致しているの
で、本フローチャートの処理を終了する。
【００４５】以上のように本実施形態によれば、パーテ
ィション領域のサイズと、システム領域のサイズとが消
去可能ブロックの整数倍の大きさになるように、NOMを
算出するので、1つのクラスタが2つの消去可能ブロック
に跨って格納されることはない。クラスタの境界と、消
去可能ブロックの境界との整合、ボリューム管理情報の
境界と、消去可能ブロックの境界との整合が図られるの
で、1つのクラスタを書き換えたり、上書きしたりする
際、消去すべき消去可能ブロックの数は1つで済み、消
去可能ブロックの消去回数を低減させることができる。
消去回数の低減により、半導体メモリカード１００にデ
ータを書き込む際の時間を短縮することができ、また、
不揮発メモリ自体の長寿命化を実現することができる。
【００４６】（第２実施形態）第２実施形態は、一般ユ
ーザがアクセスすることができる領域（ユーザデータ領
域）と、一般ユーザによるアクセスに制限を課し、デー
タをセキュアに格納することができる領域（プロテクト
領域）とにボリューム領域を区分することを提案する。
【００４７】第２実施形態に係るアクセス装置及び半導
体メモリカード１００の構成を図１４に示す。図１４に
示す内部構成が、図３（ａ）に示した内部構成と異なる
のは、不揮発メモリ１内にプロテクト領域が設けられ、
半導体メモリカード１００及びアクセス装置にセキュア
処理部１１、セキュア処理部１２が加えられている点で
ある。
【００４８】プロテクト領域に対する読み書きをセキュ
アに行うために設けられたセキュア処理部１１について
説明する。セキュア処理部１１の構成は、図１５に示す
通りであり、システム領域１３、Hidden領域１４、AKE
処理部１５、Ks復号化部１６、Ks暗号化部１７からな
る。システム領域１３は、Media Key Block(MKB)と、Me
dia-IDとを格納した読出専用領域であり、ここに格納さ
れたMKB、Media-IDを書き換えることはできない。半導
体メモリカード１００がアクセス装置と接続され、MKB
とMedia-IDとがアクセス装置により読み出された場合、
これらを読み出したアクセス装置が、MKB、Media-ID
と、自身が所持しているデバイス鍵Kdとを用いて所定の
演算を正しく行えば、アクセス装置は正しい暗号鍵Kmu
を所持することができる。
【００４９】Hidden領域１４は、正解値となる暗号鍵Km
u、即ち、アクセス装置が正常なデバイス鍵Kdを用いて
正常な演算を行なった場合、得られるべき暗号鍵Kmuを
格納している領域である。Authentication and Key Ex
cange(AKE)処理部１５は、アクセス装置と半導体メモリ
カード１００との間でチャレンジ・レスポンス型の相互
認証を行って、相手側の正当性を認証し、相手側が不当
であれば処理を中断するが、相手側が正当であればアク
セス装置と半導体メモリカード１００との間で暗号鍵
（セッション鍵Ks）を共有する。アクセス装置による認
証は3つのフェーズ（アクセス装置側で乱数を発生さ
せ、得られた乱数をKmuを用いて暗号化して、チャレン
ジ値Aとして半導体メモリカード１００に送信するChall
enge1フェーズ、半導体メモリカード１００側でこのチ
ャレンジ値Aを半導体メモリカード１００内のKmuを用い
て復号化し、得られた値をレスポンス値Bとしてアクセ
ス装置に送信するResponse1フェーズ、アクセス装置側
で保持していたチャレンジ値Aをアクセス装置側のKmuで
復号化して、半導体メモリカード１００から送信された
レスポンス値Bと比較するVerify1フェーズ）からなる。
【００５０】半導体メモリカード１００による認証は3
つのフェーズ(半導体メモリカード１００で乱数を発生
させ、得られた乱数をKmuを用いて暗号化して、この値
をチャレンジ値Cとしてアクセス装置に送信するChallen
ge2フェーズ、アクセス装置側においてこのチャレンジ
値Cをアクセス装置内のKmuを用いて復号化し、得られた
値をレスポンス値Dとして半導体メモリカード１００に
送信するResponse2フェーズ、半導体メモリカード１０
０側で保持していたチャレンジ値Cを半導体メモリカー
ド１００側のKmuで復号化して、アクセス装置から送信
されたレスポンス値Dと比較するVerify2フェーズ）から
なる。
【００５１】この際、アクセス装置が不正な暗号鍵Kmu
を用いて相互認証を行えば、フェーズVerify1,2におい
て、チャレンジ値Aとレスポンス値Bとの不一致、チャレ
ンジ値Cとレスポンス値Dとの不一致が判定され、相互認
証が中断することなる。逆に相手側の正当性が認証され
れば、AKE処理部１５は、上述したチャレンジ値Aと、チ
ャレンジ値Cとの排他的論理和をとり、これをKmuにて暗
号化することにより、セッション鍵Ksを得る。
【００５２】Ks復号化部１６は、半導体メモリカード１
００と接続されたアクセス装置から、プロテクト領域に
書き込むべきデータであって、暗号化されたものが出力
された場合、それらデータがセッション鍵Ksを用いて暗
号化されているものとして、セッション鍵Ksを用いるこ
とにより復号を行う。そうして復号により得られたデー
タが本来のデータであるとして、プロテクト領域に書き
込む。
【００５３】Ks暗号化部１７は、半導体メモリカード１
００と接続されたアクセス装置から、データを読み出す
旨の読出コマンドが出力されると、セッション鍵Ksを用
いてプロテクト領域に格納されているデータを暗号化し
た後に、そのコマンドを発行したアクセス装置に出力す
る。プロテクト領域に対するデータ読み書きには、Ks復
号化部１６による復号化と、Ks暗号化部１７による暗号
化とが伴うので、プロテクト領域は、半導体メモリカー
ド１００と接続しているアクセス装置がAKEプロセスを
正しく行った場合のみ、正規にアクセスされることな
る。
【００５４】続いて、第２実施形態に係るボリューム領
域のフォーマットについて説明する。プロテクト領域が
設けられたボリューム領域を詳細に示したのが、図１６
である。図１６において、ボリューム領域全体のサイズ
をVolume_Sizeとすると、ボリューム領域の先頭からのV
olume_Size×(1-β)までがユーザデータ領域に、ユーザ
データ領域の直後からのVolume_Size×βがプロテクト
領域に割り当てられる。このβは、0.01を最小とした値
に設定される。例えば、Volume_Sizeが64MByteであり、
βが0.01ならば、プロテクト領域は、640KByteに設定さ
れることなる。これらユーザデータ領域及びプロテクト
領域のフォーマットは、ファイルシステム操作部９が図
９に示した初期化手順を実行することにより実現され
る。
【００５５】ユーザデータ領域の総データTSを124160セ
クタと決定した場合、ユーザデータ領域において、パー
ティション管理領域と、システム領域のサイズがどのよ
うに算出されるかの計算例を以下に示す。TSが124160で
あるので、ステップＳ１ではクラスタサイズが32セクタ
と決定される。クラスタサイズが32セクタと決定された
ので、ステップＳ２において、クラスタサイズSCと、フ
ォーマットサイズTSとから、FAT12を使用すると決め
る。本実施形態では、RDEは32セクタに固定であり、RSC
は1セクタに固定なので、ステップＳ３、ステップＳ４
での計算は行われない。ステップＳ５では、数式11、数
式12にてFATのデータ長を計算する。ここでFATはFAT12
なので、Size1=(((((TS-(RSC+RDE))/SC)+2)×12/8)+51
1)/512=(((((124160-(1+32))/32)+2)×12/8)+511)/512=
12セクタと算出される。Size1が算出されれば、ステッ
プＳ６において、マスタブートレコードとパーティショ
ンブートセクタとが別のクラスタになるように、数式12
にてNOMを計算する。
【００５６】NOM=(SC-(RSC+RDE+Size1×2)%SC)+SC=(32-
(1+32+12×2)%32)+32=39セクタ と算出される。NOMが
算出されれば、ステップＳ７において、レギュラー領域
におけるクラスタ数の計算を行う。 CN=(TS-(RSC+RDE+Size1×2+NOM))/SC CN=(124160-(1+32+12×2+39))/32=3877セクタと算出さ
れる。 ステップＳ８において、数式13にて、FATのデー
タ長を計算する。
【００５７】Size2=(((CN+2)×12/8)+511)/512 Size2=(((3877+2)×12/8)+511)/512 Size2=12と算出される。ステップＳ９では、ステップＳ
５にて算出されたSize1と、ステップＳ８にて算出され
たSize2との比較を行う。ここで、Size1は12セクタと算
出され、Size2は12セクタと算出されるので、両者の一
致がステップＳ９において算出される。これにより、本
フローチャートの手順を終える。以上の計算にて算出さ
れたTS、Size1、NOMの大きさで、システム領域と、パー
ティション管理領域を作図するとプロテクト領域のレイ
アウトは、図１７のように表現される。本図と図１２と
を比較すると、図１２と比べて二重化ファイルアロケー
ションテーブルのサイズは増大しているが(14→24セク
タ)、Reserved情報1/2,2/2のサイズが縮小しているため
(17→7セクタ)、パーティション管理領域と、システム
領域は、丁度3つの消去可能ブロックに収まっている。
【００５８】続いて、プロテクト領域のTSを1280セクタ
と決定した場合、パーティション管理領域と、システム
領域がどのように算出されるかの計算例を以下に示す。
TSが1280であるので、ステップＳ１では、クラスタサイ
ズは2セクタ(1KByteであり、ユーザデータ領域のサイズ
の1/16にすぎない)と決定される。クラスタサイズが2セ
クタと決定されたので、ステップＳ２において、クラス
タサイズSCと、フォーマットサイズTSとから、FAT12を
使用すると決定する。本実施形態では、RDEは32セクタ
に固定であり、RSCは1セクタに固定なので、ステップＳ
３、ステップＳ４での計算は行われない。ステップＳ５
では、数式11,数式12にてFATのデータ長を計算する。こ
こでFATはFAT12なので、Size1=(((((TS-(RSC+RDE))/SC)
+2)×12/8)+511)/512=(((((1280-(1+32))/2)+2)×12/8)
+511)/512=2セクタと算出される。Size1が算出されれ
ば、ステップＳ６において、マスタブートレコードとパ
ーティションブートセクタとが別のクラスタになるよう
に、数式12にてNOMを計算する。これによりNOMは、NOM=
(SC-(RSC+RDE+Size1×2)%SC)+SC=(2-(1+32+2×2)%2)+2=
3セクタと算出される。NOMが算出されれば、ステップＳ
７において、ユーザ領域におけるクラスタ数の計算を行
う。これによりクラスタ数CNは、 CN=(TS-(RSC+RDE+Size1×2+NOM))/SC CN=(1280-(1+32+2×2+3))/32=620セクタと算出される。
ステップＳ８において、FATのデータ長を算出する。
【００５９】 FAT12の場合:Size2=(((CN+2)×12/8)+511)/512 Size2=(((620+2)×12/8)+511)/512 Size2=2 ステップＳ９では、ステップＳ５にて算出されたSize1
と、ステップＳ８にて算出されたSize2との比較を行
う。ここで、Size1は2セクタと算出され、Size2は2セク
タと算出されるので、計算を終える。
【００６０】以上の計算にて算出されたTS、Size1、NOM
の大きさで、システム領域と、パーティション管理領域
を作図するとプロテクト領域のレイアウトは、図１８の
ように表現される。本実施形態では、ユーザデータ領域
と、プロテクト領域の双方が、パーティション管理領域
と、システム領域と、ユーザ領域を有しているため、独
立した物理媒体としてアクセス装置により認識されるこ
となる。クラスタサイズに違いはあるものの、ユーザデ
ータ領域と、プロテクト領域の双方とも、クラスタの境
界と、消去可能ブロックの境界とが整合している。
【００６１】以上のように本実施形態によれば、ボリュ
ーム領域に、ユーザデータ領域と、プロテクト領域とい
う2つの領域を設ける場合でも、消去可能ブロックの境
界と一致させるので、クラスタの書き換えを短期間に完
遂することができる。また、消去可能ブロックの消去回
数を削減することも可能なので、不揮発メモリの寿命を
いたずらに縮めることもない。
【００６２】（第３実施形態）第３実施形態は、消去可
能ブロックを、論理アドレス・物理アドレスを用いて管
理し、消去可能ブロックに格納されたデータを消去する
場合の改良に関する。第３実施形態におけるアクセス制
御部２の構成を図１９に示す。図１９に示すようにアク
セス制御部２は、コマンド解読部２１、論理・物理アド
レス変換部２２、読出制御部２３、割当変更部２４、書
込制御部２５、消去制御部２６、及び書換制御部２７か
らなる。
【００６３】コマンド解読部２１は、アクセス装置から
発行されたコマンドを受け取って、当該コマンド発行の
際の内容を解読する。受け取ったコマンドが読出コマン
ドなら、不揮発メモリ１からのデータ読み出しを行うよ
う読出制御部２３に命じ(Read)、受け取ったコマンド
が、データが既に書き込まれているブロックをアクセス
先とした書込コマンドなら、不揮発メモリ１へのデータ
書き込みを行うよう書込制御部２５に命じる(Write)。
消去済みブロックをアクセス先とした書込コマンドな
ら、不揮発メモリ１に格納されたデータについての書き
換えを行うよう書換制御部２７に命じる(Modify)。状態
取得コマンドなら後述する消去済みフリーリストを読み
出すよう割当変更部２４に命じる。消去コマンドなら、
指定された消去可能ブロックを消去するよう割当変更部
２４に命じる。
【００６４】論理・物理アドレス変換部２２は、各消去
可能ブロックについての論理アドレスと物理アドレスと
の対応関係を示すアドレス対応表を有しており、アクセ
ス先の指定となる論理アドレスがアクセス装置から発行
されれば、本アドレス対応表に示される対応関係を参照
して、そのアクセスコマンドにて指定された論理アドレ
スを物理アドレスに変換して、読出制御部２３、割当変
更部２４、書換制御部２７に出力する。
【００６５】読出制御部２３は、アクセス装置から読出
コマンドが発行された場合、不揮発メモリ１において、
その読出先に格納されているデータをアクセス装置に読
み出すよう、制御を行う。割当変更部２４は、消去済み
についての物理アドレスを先入先出し式に配置した消去
済みフリーリストを保持しており、アクセス装置から書
込コマンドが発行された場合、書込先にて指定された論
理アドレスに対応する物理アドレスが消去済みフリーリ
ストに存在するか否かを判定する。消去済みフリーリス
トに存在すると判定されれば、対応する物理アドレスを
書込制御部２５に出力すると共に、消去済みフリーリス
トから、その対応する物理アドレスを削除する。書込先
論理アドレスに対応する物理アドレスが、未消去ブロッ
クを指示するものであれば、消去済みフリーリストにお
いて先頭に位置する物理アドレスをその書込先にて指定
された論理アドレスに割り当てて書込制御部２５に出力
すると共に、書込先論理アドレスにそれまで割り当てら
れていた物理アドレスを、消去済みフリーリストの最語
尾に追加する。また、アクセス装置から状態取得コマン
ドが発行されると、消去済みフリーリストに示される物
理アドレスを論理アドレスに置き換えて、論理アドレス
の羅列により消去済みの消去可能ブロックを表した消去
済みフリーリストをアクセス装置に出力する。更にアク
セス装置から論理アドレスが指定された消去コマンドが
発行されれば、その論理アドレスに対応する物理アドレ
スを消去済みフリーリストに追加するよう制御を行う。
【００６６】書込制御部２５は、書込コマンドによりブ
ロックへの書き込みが命じられば、割当変更部２４から
出力された物理アドレスに従って、不揮発メモリ１に対
するデータ書き込みを行う。消去制御部２６は、消去済
みフリーリストにおいて、未消去ブロックの物理アドレ
スが追加されたか否かを一定期間毎に監視（ポーリン
グ）しており、消去済みフリーリストに物理アドレスが
追加されれば、その物理アドレスにて指示される消去可
能ブロックを消去する。
【００６７】書換制御部２７は、既にデータが書き込ま
れている消去可能ブロックの書き換えが書込コマンドに
より命じられれば、不揮発メモリ１からワークメモリ３
へとデータ読み出しを行い、ワークメモリ３において、
データ書き換えを行った後、ワークメモリ３から不揮発
メモリ１へのデータ書き込みを行う。書換制御部２７に
よる書き換え処理は、割当変更部２４との協調制御によ
り実現される。書換制御部２７によるデータ書き換えの
手順の推移を時系列に表したのが図２０（ａ）〜（ｄ）
である。
【００６８】図２０（ａ）は初期状態であり、網掛けが
なされたブロック（物理アドレス0000，0001，0002，00
04,0007〜0015のブロック）にデータが格納され、物理
アドレス0003，0005，0006のブロックが消去済みである
ことを示す。消去済みフリーリストには、消去済みブロ
ックの物理アドレス0003，0005，0006が配置される。論
理アドレス−物理アドレスの対応を示すアドレス対応表
は、論理アドレス0001,0002,0003,0004,0005がそれぞ
れ、物理アドレス0001,0002,0003,0004,0005に対応する
よう設定されている。
【００６９】この際、論理アドレス0001の消去可能ブロ
ックに別の値を書き込む旨の書込コマンドがアクセス装
置から発行されれば、書込制御部２５は図２０（ａ）に
おいて実線の矢印Readに示すように、論理アドレス00
01のブロックに書き込まれたデータを不揮発メモリから
ワークメモリに転送し、ワークメモリにおいて、論理ア
ドレス0001のブロックに書き込まれていたデータの書き
換えを行う(Modify)。
【００７０】続く図２０（ｂ）では、破線の矢印BN1に
示すように、消去済みフリーリストにおいて先頭に位置
する物理アドレス0003を取り出し、実線の矢印(Writ
e)に示すように、この物理アドレス0003に指定されたブ
ロックに対するデータ書き込みを行う。その後、図２０
（ｃ）において、物理アドレス0001のブロックを、デー
タ消去の対象にするべく、実線の矢印に示すように、
物理アドレス0001を消去済みフリーリストに配する。
【００７１】最後に、図２０（ｄ）に示すように、論理
アドレス−物理アドレスの対応関係の入れ替えを行う。
即ち、物理アドレス0003を論理アドレス0001に割り当
て、物理アドレス0001を論理アドレス0003に割り当て
る。こうした物理アドレス0003へのデータ書き込みと、
物理アドレス−論理アドレスの対応関係の入れ替えとを
行えば、論理アドレス0001へのデータの上書きが実現さ
れることなる。
【００７２】続いてアクセス装置の内部構成について説
明する。図２１は、第３実施形態におけるアクセス装置
の、ファイルシステム操作部９の内部構成を示す図であ
る。本図においてファイルシステム操作部９は、ファイ
ル削除部２８、先行消去制御部２９を含む。ファイル削
除部２８は、一次記憶装置７に読み出されたFATを更新
して、半導体メモリカード１００に書き込むことによ
り、ファイルの削除を行う。アプリケーションプログラ
ム８から、ファイルを削除する旨の指示がなされれば、
該当するファイルの分割部分が格納されているクラスタ
に対応するFATエントリーを"0"に設定することによりフ
ァイル削除を実行する。こうしたファイル削除により、
ファイルが格納されたクラスタは、未使用に設定される
ことなる。しかし、ファイルの分割部分を格納していた
クラスタ（消去可能ブロック）が、白紙の状態に戻った
訳ではないので、別のファイルを同じクラスタに記録す
る場合には、そのクラスタを一旦消去せねばならない。
従って、古いファイルを削除し、新たなファイルを記録
しようとする機会が多ければ多い程、消去のために多く
の処理時間が費やされることなる。
【００７３】先行消去制御部２９は、アプリケーション
プログラム８からの指示が無い状態において、状態取得
コマンドを半導体メモリカード１００に発行して、消去
済みフリーリストを半導体メモリカード１００から読み
出すよう命じる。コマンドを発行した後、消去済みフリ
ーリストが出力されれば、ファイルシステム操作部９は
これをうけとって消去済みフリーリストと、FATとを照
合することにより、FATにおいて未使用ブロックと設定
されているクラスタに対応する消去可能ブロック（1つ
の消去可能ブロックが複数のクラスタから構成される場
合は、未使用クラスタのみからなる消去可能ブロック）
を特定する。そうして特定された未使用クラスタのみか
らなるブロックのうち、消去済みフリーリストに存在し
ないものを更に特定する。特定された消去可能ブロック
は、いわば未使用未消去ブロックであり、そうして特定
された未使用未消去ブロックの消去を命じるべく、消去
コマンドを半導体メモリカード１００に対して発行す
る。この消去コマンドは、論理アドレスの指定を含み、
この論理アドレスに対応する物理アドレスを消去済みフ
リーリストに加えよと命じる旨を含む。こうした消去コ
マンド発行の際の発行により、物理アドレスが消去済み
フリーリストに加えられれば、消去制御部２６がポーリ
ングを行うことにより、他の未使用未消去ブロックと同
様、消去コマンドにて指定されたブロックが消去される
ことなる。以上の先行消去制御部２９による処理手順を
詳細に表したのが、図２２のフローチャートであり、以
降このフローチャートを参照しながら、先行消去制御部
２９の処理を詳細に説明する。
【００７４】本実施形態において先行消去制御部２９が
起動されれば、ステップＳ２１〜ステップＳ２２からな
るループ処理に移行する。ステップＳ２１において先行
消去制御部２９は、アプリケーションプログラム８から
のアクセス指示が有ったかどうかの判定を行い、ステッ
プＳ２２において先行消去制御部２９は、所定の監視期
間が経過したかを判定する。アプリケーションプログラ
ム８から指示があれば、ステップＳ２３に移行して、指
示に従ったファイルシステム操作及び半導体メモリカー
ド１００に対するアクセスを行う。所定の監視期間が経
過したなら、ステップＳ２２からステップＳ２４への移
行を行い、消去済みフリーリストを読み出す旨の状態取
得コマンドを半導体メモリカード１００に対して発行す
る。その後、ステップＳ２５において消去済みフリーリ
ストの読出待ち状態となり、消去済みフリーリストが読
み出されれば、ステップＳ２６において、FATにおいて
未使用と設定されているクラスタからなる消去可能ブロ
ックであって、消去済みフリーリストに存在しないもの
の論理アドレスを全て特定する。
【００７５】ステップＳ２７では、未使用未消去ブロッ
クが存在するか否かの判定を行い、未使用未消去ブロッ
クが存在しなければ、何の処理をも行わずに、ステップ
Ｓ２１−ステップＳ２２のループ処理に戻る。未使用未
消去ブロックが存在すれば、ステップＳ２８〜ステップ
Ｓ３０からなるループ処理を行う。即ち、ステップＳ２
６にて特定された未使用未消去ブロックの物理アドレス
の全てに対して、未使用未消去ブロックを指定した消去
コマンドを半導体メモリカード１００に対して発行する
のである。そうすると、半導体メモリカード１００の内
部では、これらの未使用未消去ブロックの物理アドレス
が消去済みフリーリストに追加され、消去の対象とな
る。
【００７６】以上に示した先行消去制御部２９の処理に
ついての理解を深めるべく、本実施形態における先行消
去制御部２９の動作を図２３（ａ）、（ｂ）を参照しな
がら説明する。図２３（ａ）に示す初期状態では、物理
アドレス0001の消去可能ブロックがFATにおいて使用中
と設定され、物理アドレス0003，0005，0006が、消去済
みブロックのアドレスとして消去済みフリーリストに配
置されている。ファイルシステムにおいて網掛けが付さ
れたブロック（物理アドレス0000，0001，0002，0004）
にはデータが書き込まれている。この状態において、ア
プリケーションプログラム８からの指示が存在せず、ま
た、所定の監視時間が経過すれば（ステップＳ２１-N
o、ステップＳ２２-Yes）、アクセス装置内のファイル
システム操作部９が、半導体メモリカード１００に対し
て状態取得コマンドを発行することにより、消去済みフ
リーリストを読み出し（ステップＳ２４）、読み出され
た消去済みフリーリストとFATとの照合を行う（ステッ
プＳ２５）。その結果、FATにおいて未使用と設定され
ているブロックであって、消去済みフリーリスト内に論
理アドレスが存在しないもの(物理アドレス0000，000
2，0004の消去可能ブロック)が特定されることなる（ス
テップＳ２６）。これらのブロックは未使用であること
から、ファイルシステム操作部９は消去コマンドを半導
体メモリカード１００に発行することにより、これらの
消去可能ブロックに対するデータの消去を行う（ステッ
プＳ２８〜ステップＳ３０）。そうすると、図２３
（ｂ）に示すように、物理アドレス0000，0002，0004が
消去済みフリーリストに追加され、これらのアドレスに
て指示される消去可能ブロックが消去されることなる。
【００７７】以上のように本実施形態によれば、アクセ
ス装置は、半導体メモリカード１００から消去済みフリ
ーリストを読み出し、FATと、消去済みフリーリストと
の照合により、未使用未消去ブロックを特定して、その
ブロックの消去を半導体メモリカード１００に命じるの
で、ファイルシステム操作部９がアプリケーションプロ
グラム８からの指示を待っている状態等に、未使用ブロ
ックの消去が可能となり、未使用ブロックの消去を効率
良く行うことができる。
【００７８】また未使用ブロックの消去がアクセス装置
の空き時間に行えるので、ブロックの消去が行なえる機
会が大幅に増える。そのため、消去済みフリーリストに
おける物理アドレスの個数が欠乏することは無くなり、
ブロックの書き換えや上書きを行う場合の処理効率が大
幅に向上されることなる。尚、本実施形態においてアク
セス装置が、半導体メモリカード１００から消去済みフ
リーリストを読み出して未消去未使用ブロックを特定し
たが、半導体メモリカード１００においてアクセス制御
部２内の消去制御部２６が、FATを参照することによ
り、未消去未使用ブロックを特定して、消去してもよ
い。アクセス制御部２が消去済みフリーリストに含まれ
る物理アドレスを論理アドレスに変換して、アクセス装
置に引き渡したが、消去済みフリーリストとアドレス対
応表とをアクセス装置に引き渡して、物理アドレスから
論理アドレスへの変換をアクセス装置に行わせてもよ
い。データ消去処理はファイル削除時に行ってもよい
し、他のコマンドの実行中に並行処理してもよい。また
消去済みの消去可能ブロックの物理アドレスを管理する
消去済みフリーリストの代わりに、未消去ブロックの消
去可能ブロックの物理アドレスを管理する未消去フリー
リストなど、その他の情報を用いてもよい。更に本実施
形態では、FATを用いて説明を行ったが、リストなど他
の形態でもよい。
【００７９】（第４実施形態）第４実施形態は、第３実
施形態において消去済みフリーリストを用いて実現した
処理を、消去済みフリーテーブルを用いて実現する場合
の改良に関する。第４実施形態におけるアクセス制御部
２の内部構成を、図２４に示す。本図を図１９と比較す
ると、図１９における消去済みフリーリストが図２４で
は、「消去済みフリーテーブル」に置き換えられている
ことがわかる。第４実施形態に係る消去済みフリーテー
ブルは、各ブロックに対応するエントリーからなり、対
応するブロックが消去済みであれば値"1"が設定され、
未消去ブロックならば、"0"の値が設定される。"1","0"
の設定により、消去済みフリーテーブルには、各ブロッ
クの消去状況が表現される。
【００８０】消去済みフリーリストが消去済みフリーテ
ーブルに置き換えられているため、第４実施形態におけ
る書込制御部２５、消去制御部２６は以下の処理を行う
ことが第３実施形態と異なる。第４実施形態における書
込制御部２５は、アクセス装置から書込コマンドが発行
された場合、消去済みフリーテーブルを参照して、その
コマンド発行の際の書込先が消去済みであるか、未使用
ブロックであるかを判定する。そして書込先ブロックが
消去済みであれば、その書込先ブロックに対するデータ
消去を消去制御部２６に行わせてから、データ書き込み
を行う。つまり、第４実施形態の書込制御部２５は、デ
ータ書き込みに先立って、データ消去を行う。
【００８１】続いて、第４実施形態に係る先行消去制御
部２９の処理について説明する。第４実施形態における
先行消去制御部２９は、第３実施形態同様、アプリケー
ションプログラム８からの指示を待っている状態におい
て消去可能ブロックの消去を行う。その消去手順は、第
３実施形態に示したものと同一であり、図２５に示され
るものとなる。図２５のフローチャートは、図２２にお
ける『消去済みフリーリスト』を『消去済みフリーテー
ブル』に置き換えたものであり、その処理内容には大差
はないので詳細説明は省略する。続いて、第４実施形態
における先行消去制御部２９の処理を、図２６を参照し
ながら説明する。
【００８２】図２６（ａ）に示す初期状態は、アドレス
0001のブロックが使用中領域として管理されており、消
去済みフリーテーブルにおいて、アドレス0003，0005，
0006のブロックがデータ消去済み領域として管理されて
いる。不揮発メモリの網掛けの部分（アドレス0000，00
01，0002，0004）にデータが記録されている。この初期
状態では、未使用であるにも関わらずデータが書かれて
いる領域が存在しており、それらの未使用領域にデータ
書き込みが発生した場合、データ消去処理が必要とな
る。そこで本実施形態では、アプリケーションプログラ
ム８からの指示が存在せず、監視期間が経過した状態に
おいて（ステップＳ２１-No、ステップＳ２２-Yes）、
先行消去制御部２９は、状態取得コマンドを半導体メモ
リカードに対して発行する（ステップＳ２４）。消去済
みフリーテーブルが読み出されれば、これを自身が有し
ているFATと照合し、FATにより未使用領域となっている
領域で、かつ消去済みフリーテーブルで管理されていな
い消去可能ブロックを検索する（ステップＳ２６）。図
２６の例では、FATに"0"が設定されており、消去済みフ
リーテーブルに"0"が設定されているアドレス0000，000
2，0004の領域が未消去未使用ブロックに該当する。こ
れらの領域は未使用であることからデータを消去しても
構わないため、消去コマンドの発行により、消去済みフ
リーテーブルの該当アドレスに消去済みであることを意
味する値"1"に設定させる（ステップＳ２８〜ステップ
Ｓ３０）。このようにすることで、未使用ブロックのデ
ータはすべて消去され、消去済みフリーテーブルで消去
済みブロックとして管理される。よって以降の未使用領
域の割当てによるデータ書き込みは、すべて消去処理な
しでおこなわれることになり、高速にデータ書き込みを
行うことができる。
【００８３】（第５実施形態）第５実施形態は、ファイ
ルを格納する際のフラグメンテーションの解消を提案す
るものである。一般にファイルを格納する際のフラグメ
ンテーションとは、ファイルを複数に分割して、その分
割により得られた分割部分が不連続な領域に格納される
ことをいう。光ディスク、磁気ディスク等の記録媒体に
おいて、不連続な領域に複数の分割部分が格納されれ
ば、それら不連続領域から分割部分を読み出すために、
多くのディスクシークが発生し、読み出し処理が長期化
してしまう。そうしたフラグメンテーションの解消のた
め、ファイルシステム操作部９では、それら不連続領域
に格納された分割部分を読み出して、連続領域に格納し
直すという処理を行う。以上の処理を経れば、ファイル
を構成する分割部分の読み出しは、全くディスクシーク
を伴うことなくスムーズに行われることなり、結果とし
て、データ読み出しの高速化が実現される。以上がディ
スクにおけるフラグメンテーションの解消についての概
要である。これに対して、半導体メモリカード１００に
おけるフラグメンテーションの発生を考える。半導体メ
モリカード１００からのデータ読み出しには、ディスク
シークといった処理は不要なので、ファイルを構成する
分割部分が不連続に格納されたからといって、ディスク
シークにより、処理が長期化することは有り得ない。
【００８４】ディスクシークが発生しないとはいえ、フ
ラグメンテーションが存在していれば、以下に示す(1.
コマンド発行の際のオーバーヘッド)、(2.FAT読み込み
の際のキャッシュミス)が増大することにより、ファイ
ルの読み出し時間が長大化してしまう。 （１．コマンド発行の際のオーバーヘッド）フラグメン
テーションの有無がコマンド発行の際のオーバーヘッド
とどのような因果関係にあるかは、図２７（ａ）、
（ｂ）を用いて説明すれば理解が容易である。図２７
（ａ）は、48KByteのファイルを構成する16KByteの分割
部分が3つの領域にバラバラに配置されている状態を表
している。図２７（ｂ）は、48KByteのファイルが連続
領域に配置された状態を示す。図２７（ａ）、図２７
（ｂ）において、ファイルシステム操作部９が不揮発メ
モリに対してデータの読み込みを実行する読出コマンド
を、Read（add，size）の形式で発行するものとする。
ここで、addは読み込み先の論理アドレスを示し、size
は読み込みサイズを示す。各読出コマンドは、データ長
に比例したデータ読み込み時間と、読出コマンドを発行
するために必要な一定のオーバーヘッド時間がかかる。
図２７（ａ）のようなデータ配置では、Read(0000,16KB
yte)，Read（0002,16KByte)，Read(0004,16KByte)とい
うように、３回の読出コマンドの発行により、ファイル
を読み出さねばならない。そうすると、36m秒(=(8+4)×
3)の読み出し時間が費やされる。一方、図２７（ｂ）の
ようなデータ配置では、Read(0000,48KByte)というよう
に、１回のコマンド発行にて、48KByteのデータを読み
出せばよい。読み出し時間は、28m秒(=(8×3+4))とな
る。これらのことからコマンド実行に伴うオーバーヘッ
ドは、ファイルを構成する分割部分が多くの領域にバラ
バラに配置される程、増大することなる。
【００８５】（２．FATキャッシュ）FATのキャッシュと
は、半導体メモリカード１００においてシステム領域に
配置されているFATを、アクセス装置の内部メモリに先
行的に読み出しておき、内部メモリに対するアクセスに
て、FATの参照を高速に行うことである。かかるFATのキ
ャッシュは、アクセス装置が携帯機器であり、アクセス
装置の内部メモリの規模が小さい場合に、頻繁に行われ
る。FATのキャッシュは、FATが連続している領域に配置
されているとして、FATを分割することにより得られた
分割部分を格納している連続領域を順次読み出してゆく
ことにより行われる。しかし、FATのフラグメンテーシ
ョンが発生している場合において、FATのキャッシュを
行おうとすると、FATを構成する分割部分と、そうでな
い分割部分とが内部メモリに順次読み出されることな
る。FATの構成部分でないデータが内部メモリに読み出
されるということは、目的としないデータが内部メモリ
に多く読み出されることを意味し、キャッシュミスが発
生していることになる。キャッシュミスが多く発生すれ
ば、それだけ内部メモリへの読み出し回数が増大するこ
とになるので、FATの読み出しをいたずらに長期化させ
る結果となる。
【００８６】こうした2つの問題があるからといって、
ディスクを対象としたフラグメンテーションの解消を半
導体メモリカード１００に対し実行するのは賢明ではな
い。何故なら、半導体メモリカード１００では、ブロッ
クに格納されているデータの書き換えにあたっては、そ
れまで格納されたいたデータを一旦消去する必要があ
り、そうした消去のため、ディスク以上の処理時間が費
やされるからである。そこで本実施形態では、フラグメ
ンテーション発生時におけるコマンドオーバーヘッド及
びキャッシュミスの増大への対処法として、物理アドレ
ス、論理アドレスの対応関係を変更するという考えを提
案する。つまりファイル、FATの分割部分の物理的な配
置は変化させず、これらを格納したブロックが、連続し
た論理アドレスにて指示されるように、物理アドレス、
論理アドレスの対応関係を変化させるのである。
【００８７】図２７（ａ）のように、48KByteのファイ
ルを構成する3つの分割部分が、3つの領域に配置される
場合、それら分割部分を格納したブロックが連続した論
理アドレスにて指示されれば、アクセス装置が複数の論
理アドレスのうち先頭のものと、データ長48KByteとを
指定した読出コマンドを一回発行することにより、それ
ら3つの領域（ブロック）に格納された分割部分をまと
めて読み出すことができる。またFATが3つに分割され、
3つの領域に格納されている場合、これら3つのブロック
を連続した論理アドレスにて指示すれば、これら連続論
理アドレスを読出先とした読出コマンドを順次発行する
ことにより、バラバラに格納されたFATを内部メモリに
順次読み出してゆくことができ、キャッシュミスが生じ
ることはない。
【００８８】ファイル、FATを分割することにより得ら
れた複数の分割部分が複数の領域にバラバラに格納され
ている場合であっても、これらの領域に連続した論理ア
ドレスを割り当てれば、読出コマンド発行に伴うオーバ
ーヘッドを解消することができ、またキャッシュミスの
発生を防ぐことができる。以上説明した論理アドレスの
フラグメーション解消処理は、先行消去制御部２９が図
２８のフローチャートに示す手順を実行することによ
り、実現される。尚、本フローチャートの説明にあたっ
て、図２９の説明図を引用するものとする。図２９は、
フローチャートにおける変数s、変数t、変数u、変数v、
変数yが具体的にどのようなものを対象としているかを
示す図である。ステップＳ５０において、ファイルシス
テム操作部９は、変数x、変数yのそれぞれの初期化を行
う(x←1,y←1)。これにより、1番目のファイルの1番目
の分割部分が処理対象となる。続いてステップＳ５１で
は、x番目のファイルのy番目の分割部分を格納したブロ
ックの論理アドレスsと、x番目のファイルのy+1番目の
分割部分を格納したブロックの論理アドレスtとの前後
比較を行う。図２９（ａ）のように、y番目の分割部分
と、y+1番目の分割部分とが、隔てられた消去可能ブロ
ックに格納されているが、y番目、y+1番目の順に分割部
分が格納されている場合、ステップＳ５２がYesとな
り、そのままステップＳ５４に移行する。
【００８９】図２９（ｂ）のように、y+1番目の分割部
分、y番目の分割部分の順で、分割部分が格納されてい
るのであれば、ステップＳ５３に移行して、物理アドレ
スuを論理アドレスtに割り当て、物理アドレスvを論理
アドレスsに割り当てる。これにより、図２９（ｂ）の
矢印rv1,rv2に示すように、物理アドレス−論理アドレ
ス間の割り当て変更がなされる。続くステップＳ５４で
は、y番目の分割部分が格納された消去可能ブロックの
論理アドレスと、y+1番目の分割部分が格納された消去
可能ブロックの論理アドレスとが連続しているかを判定
する。図２９（ｃ）のようにy番目の分割部分を格納し
た消去可能ブロックの直後の消去可能ブロックに、y+1
番目の分割部分が格納されている場合、s+1=tという関
係が成立するので、ステップＳ５４がYesとなり、ステ
ップＳ５６に移行する。図２９（ｄ）のように、y番目
の分割部分を格納した消去可能ブロックと、y+1番目の
分割部分を格納した消去可能ブロックとが隔てられてい
る場合、s+1=tという関係が成立しないので、ステップ
Ｓ５４がNoとなり、ステップＳ５５に移行する。ここで
論理アドレスs+1に対応する物理アドレスを物理アドレ
スwとすると、ステップＳ５５では、y+1番目の分割部分
を格納した消去可能ブロックについての物理アドレスv
を論理アドレスs+1に割り当て、物理アドレスwを論理ア
ドレスtに割り当てる。y番目の分割部分、y+1番目の分
割部分が図２９（ｄ）のように格納されている状態にお
いて、ステップＳ５５の処理が実行されれば、矢印rv3,
rv4に示すように、アドレスの対応関係の変更がなされ
る。
【００９０】以上の処理を終えれば、ステップＳ５６に
おいて変数yがラストナンバーになったか否かを判定
し、そうでなければ、ステップＳ５７において変数yを
インクリメントしたステップＳ５１に移行する。ステッ
プＳ５６におけるチェックと、ステップＳ５７における
変数yのインクリメントとにより、x番目ファイルを構成
する全ての分割部分を対象として、ステップＳ５１〜ス
テップＳ５７の処理は繰り返される。
【００９１】一方、ステップＳ５６においてYesと判定
されれば、ステップＳ５８においてxがラストナンバー
であるかが判定され、Noならば、ステップＳ５９に移行
して、変数xをインクリメントし（x←x+1）、ステップ
Ｓ６０において変数yを初期化する。ステップＳ５８に
おけるチェックと、ステップＳ５９における変数yのイ
ンクリメントとにより、全てのファイルを対象として、
ステップＳ５１〜ステップＳ５７の処理は繰り返され
る。
【００９２】図３０に示す具体例を交えて、本実施形態
におけるフラグメーションの解消を説明する。図３０
（ａ）に示す初期状態において、論理アドレス0000，00
01，0004に対応する消去可能ブロックにはfile1を構成
する分割部分（file1・1/3、file1・2/3、file1・3/3）が
格納される。また、論理アドレス0002，0003，0005，00
06に対応する消去可能ブロックには、file2を構成する
分割部分（file2・1/4、file2・2/4、file2・3/4、file2・4
/4）が格納されている。
【００９３】file1・2/3を格納した論理アドレス0001の
次アドレス(論理アドレス0002)に対応する消去可能ブロ
ックには、file2・1/4が格納されており、またfile1・3/3
は、論理アドレス0004に対応する消去可能ブロックに格
納されている。本図に対して図２８のフローチャートを
適用すると、file1・1/3とfile1・2/3との関係を考える
と、論理アドレス0000,0001というように、論理アドレ
スの順番に分割部分が配置されているので、対応関係の
入れ替えは行われない。一方、file1・2/3とfile1・3/3と
の関係を考えると、file1・2/3が格納されている消去可
能ブロックには、論理アドレス0001が対応しており、こ
れの次の論理アドレス0002には、file2・1/4が格納され
た消去可能ブロックが対応しているので、ステップＳ５
４がNoとなり、ステップＳ５５に移行する。そしてステ
ップＳ５５においてfile1・3/3が格納された論理アドレ
ス、物理アドレスの対応関係と、file2・1/4が格納され
た論理アドレス、物理アドレスの対応関係とを入れ替え
ることにより、このfile1・2/3と、file1・3/3とが連続の
論理アドレスにて指示されるようにする。即ち、file2・
1/4が格納された消去可能ブロックについての物理アド
レス0002に論理アドレス0004を割り当て、逆にfile1・3/
3が格納された消去可能ブロックについての物理アドレ
ス0004に論理アドレス0002を割り当てる。かかる変更後
の論理アドレス−物理アドレスの対応関係は図３０
（ｂ）の通りとなる。file1・3/3の処理が済んだので、f
ile2のfile2・1/4に処理を移す。図３０（ｂ）におい
て、file2・1/4とfile2・2/4との間の関係を考えると、fi
le2・1/4は、論理アドレス0004に対応する消去可能ブロ
ックに格納されており、また直後の分割部分file2・2/4
は、論理アドレス0003に対応する消去可能ブロックに格
納されているので、分割部分に付されるべき論理アドレ
スの順序が逆になっている。そのため、ステップＳ５２
がNoとなり、ステップＳ５３に移行してfile2・1/4とfil
e2・2/4との前後関係を入れ替える。これにより、図３０
（ｃ）に示すように、file2・1/4を格納した消去可能ブ
ロックに対応する物理アドレス0002が、論理アドレス00
03に割り当てられ、file2・2/4を格納した消去可能ブロ
ックに対応する物理アドレス0003が、論理アドレス0004
に割り当てられることなる。結果として、file1、file2
を構成する分割部分は、全て連続する論理アドレスにて
指示されることなる。
【００９４】以上のように本実施形態によれば、ファイ
ルを構成する分割部分が連続な領域に格納されなくて
も、それら連続領域に連続した論理アドレスを割り当て
るので、読出コマンド発行の際のオーバーヘッドや、FA
T、ファイルをキャッシュする際のキャッシュミスを低
減することができる。 （第６実施形態）第６実施形態は、配信サービスにおい
て不揮発メモリに様々なコンテンツを記録し、携帯型プ
レーヤで再生する場合の改良に関する。不揮発メモリに
様々なコンテンツを記録する場合、音楽、映像、ゲー
ム、テキスト等、様々な属性を有するファイルが半導体
メモリカード１００に格納されることを想定せねばなら
ない。読み出しの可否や編集の可否が、音楽、映像、ゲ
ーム、テキストの種別毎に異なる場合、アクセス装置の
ファイルシステム操作部９は、ファイル読み出しや編集
にあたって、ファイルの中身を調べて、それから読み出
し処理や編集処理を行う必要がある。ファイルの読み出
しや編集を行う度に、そのような中身の調査が必要とな
ると、ファイルシステム操作部９の処理が複雑になって
しまう。そこでDVD等に採用されているUDF(universal d
isk format)ファイルシステムでは、ファイルの中身を
調べることなく、そのファイルに格納されたデータの種
別が一目瞭然となるよう、ファイルに拡張属性を設定し
ている。
【００９５】拡張属性の一例を図３１に示す。図３１
は、UDFのImplementation Use Extended Attributeを用
いて規定された新たな拡張属性であり、Attribute Type
２0０，Attribute SubType２０１０，Reserved２０２
０，Attribute Length２０３０，Implementation Use L
ength２０４０，Implementation Identifier２０５０
(これらは、UDFのImplementation UseExtended Attribu
teと同一であるため、説明は省略する）、Implementati
on Use２０６０からなる。Implementation Use２０６０
は、拡張属性のヘッダ部分のチェックサムが格納される
HeaderChecksum２０６１、ファイル名が格納されるName
２０６３、ファイルの属性が格納されるFlag２０６２と
からなる。Flag２０６２は、各ビットが0であるか、1で
あるかによりファイルの属性を表す。0ビット目は、対
応するファイルがテキストファイルであるか否かを示
し、1ビット目は、対応するファイルが音楽ファイルで
あるか否かを示す。2ビット目は、対応するファイルが
映像ファイルであるか否かを示し、3ビット目以降は予
備の領域となっている。
【００９６】こうした拡張属性を、半導体メモリカード
１００に格納させようとすると、1つの問題に直面す
る。それは、これまでの実施形態で説明してきたよう
に、半導体メモリカード１００のボリューム管理情報
は、IS0/IEC9293のデータ構造に準じているので、各フ
ァイルに拡張属性を設定する余地が存在しないという点
である。
【００９７】そこで本実施形態では、プロテクト領域及
び代替領域に拡張属性を格納する。プロテクト領域につ
いては、既に第２実施形態で説明済みなので説明を省略
する。代替領域は、ユーザ領域の通常パーティションと
は別に管理される領域であり、割当変更部２４は、不揮
発メモリのユーザ領域に欠陥セクタが現れた場合、この
代替領域から、セクタを選んで、この欠陥セクタに置き
換えるという動作を行う。図３２は、代替領域が設けら
れた半導体メモリカード１００の内部構成を示す図であ
る。拡張属性をプロテクト領域又は代替領域に格納する
ことにより、FAT型ファイルシステムで定義されていな
い新たな拡張属性を各ファイルに設定することができ
る。また、通常ユーザが使用するユーザ領域と、ユーザ
データ領域において、新しく設定した拡張属性とはまっ
たく独立して、従来のファイルシステムを使用すること
が可能であるため、他のシステムとの互換性が生じる。
さらに、アクセス装置には各属性のファイルに必要な操
作のみを実装することが可能になるため、アクセス装置
に実装する操作の量を減らすことができ、アクセス装置
のメモリ量を低減することができる。加えて、各ファイ
ルの中身を参照して各ファイルの属性を判定するのでは
なく、拡張属性のみを参照して判定することが可能であ
るため、高速な動作が実現できる。
【００９８】（第７実施形態）FAT型ファイルシステム
におい、書込禁止、読出禁止等の属性をファイルに設定
することにより、ファイルの保護を、より強固にするこ
とを提案する。一般にFAT型ファイルシステムでは、書
込禁止や読込禁止といったファイル毎の属性を、ファイ
ルエントリーに設定することができる。アクセス装置の
ファイルシステム操作部９は、半導体メモリカード１０
０と接続された際、ボリューム管理情報を読み出して保
持し、このファイルエントリに設定されたファイル属性
を参照して、ファイルに対する読み書きを行うか否かの
判定を行う。アクセス装置におけるアプリケーションプ
ログラム８が、ファイルシステム操作部９を通じて半導
体メモリカード１００をアクセスするというルールを遵
守していれば、ファイルエントリに設定された属性は有
効なものとなる。しかしアクセス装置内部のアプリケー
ションプログラム８がファイルシステム操作部９を介さ
ずに、半導体メモリカード１００を直接アクセスする場
合、つまりアプリケーションプログラム８が直接、半導
体メモリカード１００に対して読出コマンド、書込コマ
ンドを発行することにより、半導体メモリカード１００
に対するデータ読み書きを行おうとする場合、ファイル
エントリにおいて設定された書込禁止属性、読出禁止属
性は無意味なものとなる。そこで本実施形態では、ファ
イルシステム操作部９を介さずに、アプリケーションプ
ログラム８が直接半導体メモリカード１００をアクセス
しようとする場合であっても、読出禁止、書込禁止とい
った属性が有効に活用されるよう、半導体メモリカード
１００を図３３のように構成している。図３３は、第７
実施形態に係る半導体メモリカード１００の内部構成を
示す図である。本図において特徴的なのは、不揮発メモ
リ１に、代替領域が設けられ、この代替領域にブロック
属性テーブルが設けられている点である。
【００９９】ブロック属性テーブルは、ボリューム領域
に含まれる消去可能ブロックに対応づけられたエントリ
ーからなり、エントリーが"1"に設定されれば、対応す
るブロックは書込禁止に設定される。またエントリー
が"2"に設定されれば、対応するブロックは、読出禁止
に設定される。第５実施形態におけるファイルシステム
操作部９及びアクセス制御部２は、ファイルエントリー
に対する操作と共に、ブロック属性テーブルに対する操
作をも行う。アプリケーションプログラム８がファイル
オープンをファイルシステム操作部９に命じ、そのファ
イルに、属性の設定を命じた場合、ファイルシステム操
作部９は、このファイルに対応するファイルエントリー
に属性を設定する。例えば、読出禁止の設定をアプリケ
ーションプログラム８が命じたなら、ファイルエントリ
ーにおいて、その属性を読出禁止に設定する。書込禁止
の設定をアプリケーションプログラム８が命じたなら、
ファイルエントリーにおいて、その属性を書込禁止に設
定する。隠れ属性の設定をアプリケーションプログラム
８が命じたなら、ファイルシステム操作部９は、隠れ属
性を、そのファイルエントリーに設定する。
【０１００】このようにして、ファイルのファイルエン
トリーに、属性が設定されたなら、ファイルシステム操
作部９は、ファイルをクラスタサイズに分割し、分割に
より得られた分割部分のそれぞれをユーザ領域における
複数クラスタに記録する。クラスタの記録に伴い、ブロ
ック属性テーブルにおいて、各消去可能ブロックに相当
するエントリーを、そのファイルの属性に応じて設定す
る。そのファイルが書込禁止であれば、そのファイルの
分割部分を格納したクラスタに対応するエントリーに書
込禁止属性を設定し、またファイルの属性が読出禁止で
あれば、そのファイルの分割部分を格納したクラスタに
対応するエントリーに読出禁止属性を設定する。ファイ
ルの属性が隠れ属性であれば、そのファイルの分割部分
を格納したクラスタに対応するエントリーに読出禁止属
性を設定する。
【０１０１】こうして、ファイルがユーザ領域に記録さ
れれば、ブロック属性テーブルに示された属性に従い、
ブロックからのデータ読み出し、及び、ブロックに対す
るデータ書き込みを行う。即ち、読出制御部２３は、ア
クセス装置から読出コマンドが発行されれば、ブロック
属性テーブルにおいて、その読出先アドレスに対応する
エントリーを参照し、当該エントリーが読み書き可能を
示しているのなら、読出先アドレスにて示されるブロッ
クにデータ読み出しを行い、また読出禁止属性を示して
いるのなら、データ読み出しを行わない。
【０１０２】書込制御部２５、書換制御部２７は、アク
セス装置から書込コマンドが発行されれば、ブロック属
性テーブルにおいて、その書込先アドレスに対応するエ
ントリーを参照し、当該エントリーが読み書き可能を示
しているのなら、書込先アドレスにて示されるブロック
にデータ書き込みを行い、また書込禁止属性を示してい
るのなら、データ書き込みを行わない。
【０１０３】以上のようなブロックに対する読み書き制
御は、アプリケーションプログラム８がファイルシステ
ム操作部９を介して書込コマンド、読出コマンドを発行
する場合も、ファイルシステム操作部９を介さずに読出
コマンド、書込コマンドを発行する場合も可能であるの
で、アクセス装置からのコマンド発行がファイルシステ
ム操作部９を介しているか否かに拘らず、ブロックに対
する読み書きに制限を課すことができる。図３４に示す
具体的を交えながら、本実施形態に係るファイルシステ
ム操作部９の処理を説明する。図３４（ａ）において、
消去可能ブロックにおけるアドレス0000，0002，0003に
file1のデータが、アドレス0001，0004にfile2のデータ
が、アドレス0005にfile3のデータが、アドレス0006にf
ile4のデータが格納されている。
【０１０４】図３４（ｂ）は、書込禁止属性が設定され
たfile1を不揮発メモリ１に格納する場合を想定した図
である。ブロック属性テーブルにおいて、file1の各分
割部分を格納したブロック（アドレス0000，0002，000
3）に対応するエントリーは、書込禁止属性を示す値"1"
が設定される。ブロック属性テーブルがこのように設定
されれば、書込制御部２５は、アドレス0000，0002，00
03に対する書き込みが命じられても、それらブロックに
対する書き込み処理を拒否する。
【０１０５】図３４（ｃ）は、読込禁止属性が設定され
たfile2を不揮発メモリ１に格納する場合を想定した図
である。file2に読み込み禁止属性が設定された場合、
ブロック属性テーブルにおいて、file2に対するファイ
ルエントリーに読み込み禁止属性を示すフラグが設定さ
れる。そしてfile2は、複数に分割され、ユーザ領域に
おける複数のブロックに格納される。
【０１０６】file2の分割部分が論理アドレス0001，000
4に格納された場合、ブロック属性テーブルにおいて、
これらのブロックに対応するエントリーには、読み込み
禁止属性を示す値"2"が設定される。ブロック属性テー
ブルがこのように設定されれば、読出制御部２３は、た
とえアクセス装置からブロックの読み出しが命じられた
としても、アドレス0001，0004からのデータ読み出しを
拒否する。
【０１０７】以上のように本実施形態によれば、アクセ
ス装置のアプリケーションプログラム８がファイルシス
テム操作部９を介さずに半導体メモリカード１００をア
クセスしようとしても、半導体メモリカード１００に
は、各ブロックに対応づけて、読出禁止、書込禁止が設
定されているので、そのようなアクセスを拒否すること
ができる。ファイルを格納したブロックに、読出禁止、
書込禁止といった属性を設定することにより、ファイル
の保護を確実にすることができ、またファイルに著作物
が収録されている場合、その著作権を保護することがで
きる。
【０１０８】なお、本実施形態においては書込禁止属性
を示すフラグに"1"、読み込み禁止属性を示すフラグに"
2"を使用したが、これらのフラグは一例であり、本発明
はこれらに限定されるものではない。また本実施形態で
は、不揮発メモリの各ブロックに読み書き禁止属性を付
加するために、ブロック属性テーブルを使用したが、各
ブロック毎に属性を設定できるものであれば、リスト構
造を使用するなど、他の形態で実現してもよい。また、
本実施形態では、不揮発メモリのブロック属性として、
読み書き禁止属性を設定する方法について説明したが、
root特権を持つユーザのみがアクセスできるブロックを
管理する、各ユーザIDが所有するブロックはそのユー
ザIDを持つユーザのみがアクセスする、ユーザ毎にブ
ロックのアクセス権を設定するなど、ブロック属性と
して、本実施例以外の情報を使用してもよい。以上、フ
ァイルシステムの説明においては、FATファイルシステ
ムを用いたが、UDFやWindosNTに採用されているNew Tec
hnology File System(NTFS)など、その他の従来のファ
イルシステムや独自のファイルシステムを用いて同様の
効果をあげてもよい。また、消去可能ブロックを構成す
るセクタ数を32個としたのは、あくまでも一例に過ぎ
ず、消去可能ブロックを構成するセクタ数が、これより
増減してよいことはゆうまでもない。
【０１０９】以上説明したように本発明に係る半導体メ
モリカード１００は、不揮発メモリ１に対する高寿命化
を実現できる。よって、電子音楽配信にて取得した音楽
コンテンツを記録し、それからその音楽コンテンツを削
除して、改めて別の音楽コンテンツを記録するというよ
うな「重ね録り」が多く発生した場合も、不揮発メモリ
の寿命を縮めることはないので、電子音楽配信にて取得
した音楽コンテンツの記録に、一枚の半導体メモリカー
ド１００を繰り返し用いることができる。
【０１１０】
【発明の効果】以上説明したように、本発明に係る半導
体メモリカードのアクセス装置は、複数のセクタからな
り、それら複数のセクタのうち連続する2のi乗個のセク
タ(iは、0以上の整数)がデータ消去の最小単位であるブ
ロックとしてグループ化されているメモリ領域を有する
半導体メモリカードにおいて、複数のセクタのうち2のj
乗個のセクタ(jは、0以上の整数)に格納されるデータ群
をクラスタとして管理し、１つ以上のクラスタをファイ
ルとして管理することにより、ファイルアクセスを実現
する装置であり、前記メモリ領域において管理されるべ
きクラスタ数に基づいて、同一ファイルとして管理され
る前記クラスタ間のリンク関係をファイル毎に示すファ
イルアロケーションテーブルのデータサイズを算出し、
ファイルアロケーションテーブルを含むボリューム管理
情報のデータサイズを算出する算出手段と、算出された
ボリューム管理情報のデータサイズを上回り、尚且つ、
m×2のj乗個のセクタからなる第１領域を(mは、1以上の
整数)、ボリューム管理情報の記録のために確保し、第
１領域に後続するセクタからなる第２領域を、ユーザデ
ータの記録のために確保する確保手段と、確保された第
１領域にボリューム管理情報を記録し、第２領域にユー
ザデータを記録して、これらをクラスタとして管理する
記録手段とを備えることを特徴としている。このアクセ
ス装置によれば、メモリ領域においてm×2のj乗個のセ
クタからなる第１領域を、ボリューム管理情報の記録の
ために確保するので、1つのクラスタが2つの消去可能ブ
ロックに跨って格納されることはない。クラスタの境界
と、消去可能ブロックの境界との整合、ボリューム管理
情報の境界と、消去可能ブロックの境界との整合が図ら
れるので、1つのクラスタを書き換えたり、上書きした
りする際、消去するべき消去可能ブロックの数は1つで
済み、消去可能ブロックの消去回数を低減させることが
できる。消去回数の低減により、半導体メモリカードに
データを書き込む際の時間を短縮することができ、ま
た、不揮発メモリ自体の長寿命化を実現することができ
る。
【０１１１】ここで前記ボリューム管理情報は、前記フ
ァイルアロケーションテーブルの他に、マスタブートレ
コード、パーティションテーブル、パーティションブー
トセクタ、及びルートディレクトリエントリを含み、前
記記録手段は、マスタブートレコード及びパーティショ
ンテーブルを第１領域における先頭セクタに記録すると
共に、先頭セクタから所定のセクタ数だけ隔てて、パー
ティションブートセクタ、ファイルアロケーションテー
ブル、ルートディレクトリエントリを記録することによ
り、第１領域の末尾とルートディレクトリエントリの末
尾とを一致させてもよい。ドライブの先頭を示すマスタ
ブートレコードから、パーティション領域の先頭を示す
パーティションブートセクタまでのセクタ数を調整する
ことにより、ボリューム管理情報を、m×2のj乗個のセ
クタからなる第１領域に収めるので、FAT型ファイルシ
ステムを実行する機器との互換性を保つことができる。
【０１１２】ここで前記算出手段は、パーティションブ
ートセクタの記録に必要なセクタ数と、ファイルアロケ
ーションテーブルの記録に必要なセクタ数と、ルートデ
ィレクトリエントリの記録に必要なセクタ数との総和SU
Mを算出し、前記確保手段は、以下の｛数式1｝に基づき
数値mを算出して、第１領域の確保を行い、前記記録手
段は、以下の{数式1}を満たすセクタ数NUMから、先頭セ
クタのセクタ数を引き、これにより得られた数値を前記
所定のセクタ数として算出してもよい。
【０１１３】｛数式1｝ NUM＋SUM ＝ 2のj乗×m ファイルアロケーションテーブルのサイズが変動するよ
うな場合であっても、消去可能ブロックのサイズの整数
倍であって、ボリューム管理情報のサイズを越える最小
のサイズの第１領域を確保するので、ファイルアロケー
ションテーブルサイズがどのように算出されようとも、
必要最小限のサイズの第１領域を確保することができ
る。
【０１１４】ここで前記記録手段は、ボリューム管理情
報の記録にあたって、セクタ数NUMから、1を引いたセク
タ数を、パーティションテーブルに設定してもよい。セ
クタ数NOMから1を引いたセクタ数がパーティションテー
ブルに設定されるので、第１領域のサイズが変化して、
第２領域の先頭アドレスが変動した場合でも、アクセス
装置は、このパーティションテーブルを参照することに
より、ユーザ領域を確実にアクセスすることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】半導体メモリカードの外観形状を示す図であ
る。
【図２】（ａ）（ｂ）アクセス装置の外観を示す図であ
る。
【図３】（ａ）半導体メモリカード及びアクセス装置の
内部構成を示す図である。 （ｂ）アクセス装置にて用いられるソフトウェアのレイ
ヤモデルを示す図である。
【図４】不揮発メモリ１がISO/IEC9293に準じたフォー
マットでデータ格納を行う際のフォーマットを示した図
である。
【図５】ボリューム領域に含まれるパーティション管理
領域と、システム領域と、ユーザ領域の構成を示す図で
ある。
【図６】（ａ）マスタブートレコード&パーティション
テーブルセクタの構成を表した図である。 （ｂ）パーティションブートセクタの構成を示す図であ
る。
【図７】（ａ）二重化FATの構成を示す図である。 （ｂ）ルートディレクトリエントリの構成を示す図であ
る。 （ｃ）ユーザ領域の構成を示す図である。
【図８】ファイル格納方式の一例を示す図である。
【図９】AOB001.SA1が複数のクラスタに記録されている
場合のディレクトリエントリー及びFATについての設定
例を示す図である。
【図１０】（ａ）消去可能ブロックと、クラスタとの関
係を示す図である。 （ｂ）n=1と定められた場合のクラスタを示す図であ
る。 （ｃ）n=16と定められた場合のクラスタを示す図であ
る。
【図１１】（ａ）s個の消去可能ブロックのうち、m個の
クラスタをボリューム管理情報の記録に割り当てる場合
を想定した図である。 （ｂ）n=1と設定された場合、ボリューム管理情報の記
録にどれだけのクラスタが割り当てられるかを示す図で
ある。 （ｃ）n=16と設定された場合、ボリューム管理情報の記
録にどれだけのクラスタを割り当てるかを示す図であ
る。
【図１２】数式11、数式12で算出された大きさで、パー
ティション管理領域と、システム領域と、クラスタを作
図して得られた図である。
【図１３】ボリューム領域の初期化手順を示したフロー
チャートである。
【図１４】第２実施形態に係るアクセス装置及び半導体
メモリカードの構成を示す図である。
【図１５】セキュア処理部１１の内部構成を示す図であ
る。
【図１６】プロテクト領域が設けられたボリューム領域
を詳細に示した図である。
【図１７】ユーザデータ領域におけるレイアウトの一例
を示す図である。
【図１８】プロテクト領域のレイアウトの一例を示す図
である。
【図１９】第３実施形態に係るアクセス制御部２の内部
構成を示す図である。
【図２０】（ａ）〜（ｄ）消去可能ブロックの書き換え
が行われる際の一連の手順を示す図である。
【図２１】第３実施形態に係るファイルシステム操作部
９の内部構成を示す図である。
【図２２】第３実施形態に係る先行消去制御部２９によ
る処理手順を詳細に表したフローチャートである。
【図２３】（ａ）（ｂ）第３実施形態に係る消去可能ブ
ロックの消去手順を示す図である。
【図２４】第４実施形態におけるアクセス制御部２の内
部構成を示す図である。
【図２５】第４実施形態に係るファイルシステム操作部
９による処理手順を詳細に表したフローチャートであ
る。
【図２６】（ａ）（ｂ）第４実施形態に係る消去可能ブ
ロックの消去手順を示す図である。
【図２７】フラグメンテーションの有無がコマンド発行
の際のオーバーヘッドとどのような因果関係にあるかを
示す図である。
【図２８】論理アドレスのフラグメーション解消処理の
処理手順を示す図である。
【図２９】（ａ）〜（ｄ）図２８のフローチャートにお
いて、示さていれる変数s、変数t、変数u、変数v、変数
yが具体的にどのようなモデルを想定しているかを示す
図である。
【図３０】第５実施形態におけるフラグメーションの解
消がどのように行われるかを示す図である。
【図３１】UDFのImplementation Use Extended Attribu
teを用いて規定された新たな拡張属性を示す図である。
【図３２】代替領域が設けられた半導体メモリカードの
内部構成を示す図である。
【図３３】第６実施形態に係る半導体メモリカードの内
部構成を示す図である。
【図３４】第７実施形態に係るファイルシステム操作部
９の処理内容を示す説明図である。
【図３５】物理層、ISO9293に準じたファイルシステム
層、応用層からなるレイヤモデルを示す図である。
【図３６】物理層、ファイルシステム層のフォーマット
を示す図である。
【図３７】物理層、ファイルシステム層のフォーマット
を示す図である。
【図３８】ボリューム管理情報の終端部分と、ユーザ領
域の先頭に位置するクラスタとが同じ消去可能ブロック
に配置された状態のボリューム領域のレイアウトを示す
図である。
【符号の説明】
１ 不揮発メモリ ２ アクセス制御部 ３ ワークメモリ ４ カードコネクタ ５ 二次記憶装置 ７ 一次記憶装置 ８ アプリケーションプログラム ９ ファイルシステム操作部 １０ デバイスドライバ １１ セキュア処理部 １３ システム領域 １４ Hidden領域 １５ AKE処理部 １６ Ks復号化部 １７ Ks暗号化部 ２１ コマンド解読部 ２２ 物理アドレス変換部 ２３ 読出制御部 ２４ 割当変更部 ２５ 書込制御部 ２６ 消去制御部 ２７ 書換制御部 ２８ ファイル削除部 ２９ 先行消去制御部 １００ 半導体メモリカード １０１ プロテクトスイッチ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 12/14 ３２０ Ｇ０６Ｆ 12/14 ３２０Ａ

Claims (25)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 複数のセクタからなり、それら複数のセ
    クタのうち連続する2のi乗個のセクタ(iは、0以上の整
    数)がデータ消去の最小単位であるブロックとしてグル
    ープ化されているメモリ領域を有する半導体メモリカー
    ドにおいて、 複数のセクタのうち2のj乗個のセクタ(jは、0以上の整
    数)に格納されるデータ群をクラスタとして管理し、１
    つ以上のクラスタをファイルとして管理することによ
    り、ファイルアクセスを実現するアクセス装置であっ
    て、 前記メモリ領域において管理されるべきクラスタ数に基
    づいて、同一ファイルとして管理される前記クラスタ間
    のリンク関係をファイル毎に示すファイルアロケーショ
    ンテーブルのデータサイズを算出し、ファイルアロケー
    ションテーブルを含むボリューム管理情報のデータサイ
    ズを算出する算出手段と、 算出されたボリューム管理情報のデータサイズを上回
    り、尚且つ、m×2のj乗個のセクタからなる第１領域を
    (mは、1以上の整数)、ボリューム管理情報の記録のため
    に確保し、第１領域に後続するセクタからなる第２領域
    を、ユーザデータの記録のために確保する確保手段と、 確保された第１領域にボリューム管理情報を記録し、第
    ２領域にユーザデータを記録して、これらをクラスタと
    して管理する記録手段とを備えることを特徴とするアク
    セス装置。
  2. 【請求項２】 前記ボリューム管理情報は、前記ファイ
    ルアロケーションテーブルの他に、マスタブートレコー
    ド、パーティションテーブル、パーティションブートセ
    クタ、及びルートディレクトリエントリを含み、 前記記録手段は、 マスタブートレコード及びパーティションテーブルを第
    １領域における先頭セクタに記録すると共に、先頭セク
    タから所定のセクタ数だけ隔てて、パーティションブー
    トセクタ、ファイルアロケーションテーブル、ルートデ
    ィレクトリエントリを記録することにより、第１領域の
    末尾とルートディレクトリエントリの末尾とを一致させ
    ることを特徴とする請求項１記載のアクセス装置。
  3. 【請求項３】 前記算出手段は、 パーティションブートセクタの記録に必要なセクタ数
    と、ファイルアロケーションテーブルの記録に必要なセ
    クタ数と、ルートディレクトリエントリの記録に必要な
    セクタ数との総和SUMを算出し、 前記確保手段は、以下の｛数式1｝に基づき数値mを算出
    して、第１領域の確保を行い、 前記記録手段は、以下の{数式1}を満たすセクタ数NUMか
    ら、先頭セクタのセクタ数を引き、これにより得られた
    数値を前記所定のセクタ数として算出する ｛数式1｝ NUM＋SUM ＝ 2のj乗×m ことを特徴とする請求項２記載のアクセス装置。
  4. 【請求項４】 前記記録手段は、ボリューム管理情報の
    記録にあたって、セクタ数NUMから、1を引いたセクタ数
    を、パーティションテーブルに設定することを特徴とす
    る請求項３記載のアクセス装置。
  5. 【請求項５】 前記ファイルアロケーションテーブル
    は、前記複数のセクタに格納され得る複数クラスタの総
    数に相等しい数のエントリーからなり、各エントリー
    は、同一ファイルとして管理されるクラスタ間のリンク
    関係を示し、 前記アクセス装置は更に、 メモリ領域における総セクタ数の設定を受け付ける受付
    手段を備え、 前記算出手段は、 受け付けた総セクタ数を、クラスタに対応する2のj乗個
    のセクタ数で割ることにより、総クラスタ数を算出し、
    算出された総クラスタ数にエントリー1つ当たりのビッ
    ト長を乗ずることにより、ファイルアロケーションテー
    ブルのサイズを算出する第１算出部を備え、 前記確保手段は算出されたファイルアロケーションテー
    ブルのサイズと、パーティションブートセクタを構成す
    るセクタ数と、ルートディレクトリエントリを構成する
    セクタ数との総和SUMを前記｛数式1｝に適用することに
    より、数値mを算出する第２算出部を備えることを特徴
    とする請求項３記載のアクセス装置。
  6. 【請求項６】 前記メモリ領域には、 半導体メモリカードと接続している機器の正当性が認証
    された場合のみ、当該機器によりアクセスされるプロテ
    クト領域と、 機器の正当性が認証されるか否かに拘らず、当該機器に
    よりアクセスされるユーザデータ領域とが存在し、 前記受付手段は、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれに割り
    当てるべき、総セクタ数の設定をアクセス装置外部から
    受け付けて、 前記第１算出部は、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについ
    ての総セクタ数の設定に基づいて、それらの領域におけ
    るファイルアロケーションテーブルのサイズを算出し、 前記第２算出部は、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについ
    て算出されたファイルアロケーションテーブルのサイズ
    と、パーティションブートセクタを構成するセクタ数
    と、ルートディレクトリエントリを構成するセクタ数と
    の総和SUMを前記｛数式1｝に適用することにより、プロ
    テクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについての
    数値mを算出することを特徴とする請求項５記載のアク
    セス装置。
  7. 【請求項７】 前記記録手段は、 ユーザデータを第２領域に記録するにあたって、前記ユ
    ーザデータを複数に分割することにより得られた複数の
    分割部分を、複数のクラスタとして第２領域に記録する
    処理(1)と、 前記複数のクラスタ間のリンク関係を示す複数のエント
    リーをファイルアロケーションテーブルに設定する処理
    (2)と、 前記ファイルについてのファイル名と、そのファイルを
    構成するクラスタのうち、先頭のものの所在を示す位置
    情報とを前記ルートディレクトリエントリに記録する処
    理(3)とを行うことを特徴とする請求項２記載のアクセ
    ス装置。
  8. 【請求項８】 前記確保手段は更に、第１領域と、第２
    領域とは別に予備領域をメモリ領域に確保し、 前記記録手段は、 第２領域に記録されたユーザデータを拡張属性が設定さ
    れたファイルとして管理する際、予備領域に、当該拡張
    属性を示す属性情報を記録することを特徴とする請求項
    １記載のアクセス装置。
  9. 【請求項９】 前記半導体メモリカードは更に、複数の
    ブロックのそれぞれに対応づけられた複数の属性エント
    リーからなる属性テーブルを保持しており、 第２領域に記録されたユーザデータは、書込禁止属性が
    設定されたファイルを構成する1つ以上のクラスタとし
    て管理されており、 前記記録手段は、 前記属性テーブルにおける複数の属性エントリーのう
    ち、当該クラスタを格納する2のj乗個のセクタのみから
    なるブロックに対応するものに、書き込み禁止属性を設
    定することを特徴とする請求項１記載のアクセス装置。
  10. 【請求項１０】 前記ボリューム管理情報は、ファイル
    アロケーションテーブルを含み、 前記ファイルアロケーションテーブルは、未使用のクラ
    スタに対応するエントリーが、第１の値が設定され、使
    用中のクラスタに対するエントリーが、第１の値以外の
    値が設定され、 前記半導体メモリカードは更に、 メモリ領域に含まれる複数のブロックのうち、消去済み
    ブロックを特定する物理アドレスからなる消去済みフリ
    ーリストを保持しており、 前記アクセス装置はファイルアロケーションテーブルに
    おいて未使用と設定されているクラスタを格納する2のj
    乗個のセクタのみを含むブロックであって、消去済みフ
    リーテーブルにおいて未消去と設定されているものを特
    定する特定手段と特定された消ブロックを消去する消去
    手段とを備えることを特徴とする請求項１記載のアクセ
    ス装置。
  11. 【請求項１１】 前記ファイルアロケーションテーブル
    の複数のエントリーのうち未使用のクラスタに対応する
    ものは、第１の値が設定され、使用中のクラスタに対す
    るエントリーには、第１の値以外の値が設定され、 半導体メモリカードは、各ブロックに対応づけられたエ
    ントリーとからなる消去済みフリーテーブルを保持し、 各エントリーは、各ブロックが消去済みであるか、未消
    去であるかを示し、 前記アクセス装置はファイルアロケーションテーブルに
    おいて未使用と設定されているクラスタを格納する2のj
    乗個のセクタのみを含むブロックであって、消去済みフ
    リーテーブルにおいて未消去と設定されているものを特
    定する特定手段と、 特定されたブロックを消去する消去手段とを備えること
    を特徴とする請求項１記載のアクセス装置。
  12. 【請求項１２】 前記各ブロックには、ユーザデータを
    分割することにより得られた複数の分割部分が格納さ
    れ、 前記半導体メモリカードは、複数の分割部分が格納され
    たブロックに付された物理アドレスと、論理アドレスと
    の対応関係を示すテーブルを保持しており、 前記アクセス装置はテーブルにおいて各分割部分を格納
    した複数ブロックについての複数の物理アドレスが、不
    連続な複数の論理アドレスに割り当てられている場合、
    これら複数ブロックについての複数の物理アドレスに、
    連続する複数の論理アドレスを割り当てる割当手段と、 連続する複数の論理アドレスのうち、先頭のものを指定
    した読出コマンドを半導体メモリカードに発行すること
    により、連続する複数の論理アドレスが割り当てられた
    複数のブロックから、分割部分を読み出すコマンド発行
    手段とを備えることを特徴とする請求項１記載のアクセ
    ス装置。
  13. 【請求項１３】 複数のセクタからなり、それら複数の
    セクタのうち連続する2のi乗個のセクタ(iは、0以上の
    整数)がデータ消去の最小単位であるブロックとしてグ
    ループ化されているメモリ領域を有する半導体メモリカ
    ードにおいて、 複数のセクタのうち2のj乗個のセクタ(jは、0以上の整
    数)に格納されるデータ群をクラスタとして管理し、１
    つ以上のクラスタをファイルとして管理することによ
    り、ファイルアクセスを実現するコンピュータに、初期
    化処理を行わせる初期化プログラムをコンピュータ読取
    可能な形式で記録している記録媒体であって、 前記メモリ領域において管理されるべきクラスタ数に基
    づいて、同一ファイルとして管理される前記クラスタ間
    のリンク関係をファイル毎に示すファイルアロケーショ
    ンテーブルのデータサイズを算出し、ファイルアロケー
    ションテーブルを含むボリューム管理情報のデータサイ
    ズを算出する算出ステップと、 算出されたボリューム管理情報のデータサイズを上回
    り、尚且つ、m×2のj乗個のセクタからなる第１領域を
    (mは、1以上の整数)、ボリューム管理情報の記録のため
    に確保し、第１領域に後続するセクタからなる第２領域
    を、ユーザデータの記録のために確保する確保ステップ
    と、 確保された第１領域にボリューム管理情報を記録し、第
    ２領域にユーザデータを記録する記録ステップとからな
    る手順をコンピュータに行せる初期化プログラムが記録
    されていることを特徴とするコンピュータ読取可能な記
    録媒体。
  14. 【請求項１４】 前記ボリューム管理情報は、前記ファ
    イルアロケーションテーブルの他に、マスタブートレコ
    ード、パーティションテーブル、パーティションブート
    セクタ、及びルートディレクトリエントリを含み、 前記記録ステップは、 マスタブートレコード及びパーティションテーブルを第
    １領域における先頭セクタに記録すると共に、先頭セク
    タから所定のセクタ数だけ隔てて、パーティションブー
    トセクタ、ファイルアロケーションテーブル、ルートデ
    ィレクトリエントリを記録することにより、第１領域の
    末尾とルートディレクトリエントリの末尾とを一致させ
    ることを特徴とする請求項１３記載のコンピュータ読取
    可能な記録媒体。
  15. 【請求項１５】 前記算出ステップは、 パーティションブートセクタの記録に必要なセクタ数
    と、ファイルアロケーションテーブルの記録に必要なセ
    クタ数と、ルートディレクトリエントリの記録に必要な
    セクタ数との総和SUMを算出し、 前記確保ステップは、以下の｛数式1｝に基づき数値mを
    算出して、第１領域の確保を行い、 前記記録ステップは、以下の{数式1}を満たすセクタ数N
    UMから、先頭セクタのセクタ数を引き、これにより得ら
    れた数値を前記所定のセクタ数として算出する ｛数式1｝ NUM＋SUM ＝ 2のj乗×m ことを特徴とする請求項１４記載のコンピュータ読取可
    能な記録媒体。
  16. 【請求項１６】 前記記録ステップは、ボリューム管理
    情報の記録にあたって、セクタ数NUMから、1を引いたセ
    クタ数を、パーティションテーブルに設定することを特
    徴とする請求項１５記載のコンピュータ読取可能な記録
    媒体。
  17. 【請求項１７】 前記ファイルアロケーションテーブル
    は、前記複数のセクタに格納され得る複数クラスタの総
    数に相等しい数のエントリーからなり、各エントリー
    は、同一ファイルとして管理されるクラスタ間のリンク
    関係を示し、 前記初期化プログラムは更に、 メモリ領域における総セクタ数の設定を受け付ける受付
    ステップを有し、 前記算出ステップは、 受け付けた総セクタ数を、クラスタに対応する2のj乗個
    のセクタ数で割ることにより、総クラスタ数を算出し、
    算出された総クラスタ数にエントリー1つ当たりのビッ
    ト長を乗ずることにより、ファイルアロケーションテー
    ブルのサイズを算出する第１算出サブステップを有し、 前記確保ステップは算出されたファイルアロケーション
    テーブルのサイズと、パーティションブトセクタを構成
    するセクタ数と、ルートディレクトリエントリを構成す
    るセクタ数との総和SUMを前記｛数式1｝に適用すること
    により、数値mを算出する第２算出サブステップからな
    ることを特徴とする請求項１５記載のコンピュータ読取
    可能な記録媒体。
  18. 【請求項１８】 前記メモリ領域には、 半導体メモリカードと接続している機器の正当性が認証
    された場合のみ、当該機器によりアクセスされるプロテ
    クト領域と、 機器の正当性が認証されるか否かに拘らず、当該機器に
    よりアクセスされるユーザデータ領域とが存在し、 前記受付ステップは、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれに割り
    当てるべき、総セクタ数の設定をコンピュータ外部から
    受け付けて、 前記第１算出サブステップは、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについ
    ての総セクタ数の設定に基づいて、それらの領域におけ
    るファイルアロケーションテーブルのサイズを算出し、 前記第２算出サブステップは、 プロテクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについ
    て算出されたファイルアロケーションテーブルのサイズ
    と、パーティションブートセクタを構成するセクタ数
    と、ルートディレクトリエントリを構成するセクタ数と
    の総和SUMを前記｛数式1｝に適用することにより、プロ
    テクト領域及びユーザデータ領域のそれぞれについての
    数値mを算出することを特徴とする請求項１７記載のコ
    ンピュータ読取可能な記録媒体。
  19. 【請求項１９】 複数のセクタからなり、それら複数の
    セクタのうち連続する2のi乗個のセクタ(iは、0以上の
    整数)がデータ消去の最小単位であるブロックとしてグ
    ループ化されているメモリ領域を有する半導体メモリカ
    ードにおいて、 複数のセクタのうち2のj乗個のセクタ(jは、0以上の整
    数)に格納されるデータ群をクラスタとして管理し、１
    つ以上のクラスタをファイルとして管理することによ
    り、ファイルアクセスを実現するコンピュータに、初期
    化処理を行わせる初期化方法であって、 前記メモリ領域において管理されるべきクラスタ数に基
    づいて、同一ファイルとして管理される前記クラスタ間
    のリンク関係をファイル毎に示すファイルアロケーショ
    ンテーブルのデータサイズを算出し、ファイルアロケー
    ションテーブルを含むボリューム管理情報のデータサイ
    ズを算出する算出ステップと、 算出されたボリューム管理情報のデータサイズを上回
    り、尚且つ、m×2のj乗個のセクタからなる第１領域を
    (mは、1以上の整数)、ボリューム管理情報の記録のため
    に確保し、第１領域に後続するセクタからなる第２領域
    を、ユーザデータの記録のために確保する確保ステップ
    と、 確保された第１領域にボリューム管理情報を記録し、第
    ２領域にユーザデータを記録する記録ステップととから
    なることを特徴とする初期化方法。
  20. 【請求項２０】 複数のセクタからなり、それら複数の
    セクタのうち連続する2のi乗個のセクタ(iは、0以上の
    整数)がデータ消去の最小単位であるブロックとしてグ
    ループ化されているメモリ領域を有していて、、 複数のセクタのうち2のj乗個のセクタ(jは、0以上の整
    数)に格納されるデータ群がクラスタとして管理され、
    １つ以上のクラスタがファイルとして管理されている半
    導体メモリカードであって、 m×2のj乗個のセクタからなり、ボリューム管理情報の
    記録のために確保されている第１領域と、 第１領域に後続するセクタからなり、ユーザデータが記
    録されている第２領域とを含み、 前記ボリューム管理情報は、ファイルアロケーションテ
    ーブルを含み、前記ファイルアロケーションテーブル
    は、同一ファイルとして管理される前記クラスタ間のリ
    ンク関係をファイル毎に示していることを特徴とする半
    導体メモリカード。
  21. 【請求項２１】 前記ボリューム管理情報は、 前記ファイルアロケーションテーブルの他に、マスタブ
    ートレコード、パーティションテーブル、パーティショ
    ンブートセクタ、及びルートディレクトリエントリを含
    み、 前記マスタブートレコード及びパーティションテーブル
    は、第１領域における先頭セクタに記録され、パーティ
    ションブートセクタ、ファイルアロケーションテーブ
    ル、ルートディレクトリエントリは、先頭セクタから所
    定のセクタ数だけ隔てて記録されており、第１領域の末
    尾とルートディレクトリエントリの末尾とが一致してい
    ることを特徴とする請求項２０記載の半導体メモリカー
    ド。
  22. 【請求項２２】 前記半導体メモリカードは更に、複数
    のブロックのそれぞれに対応づけられた複数の属性エン
    トリーからなる属性テーブルを保持しており、 第２領域に記録されたユーザデータは、書込禁止属性が
    設定されたファイルを構成する1つ以上のクラスタとし
    て管理されており、 前記属性テーブルにおける複数の属性エントリーのう
    ち、当該クラスタを格納する2のj乗個のセクタのみから
    なるブロックに対応するものに、書き込み禁止属性が設
    定されていることを特徴とする請求項２０記載の半導体
    メモリカード。
  23. 【請求項２３】 メモリ領域を有する半導体メモリカー
    ドであって、 前記メモリ領域には、半導体メモリカー
    ドと接続している機器の正当性が認証された場合のみ、
    当該機器によりアクセスされるプロテクト領域と、 機器の正当性が認証されるか否かに拘らず、当該機器に
    よりアクセスされるユーザデータ領域とが割り当てら
    れ、 プロテクト領域及びユーザデータ領域は、複数のセクタ
    からなり、それら複数のセクタのうち連続する2のi乗個
    のセクタ(iは、0以上の整数)がデータ消去の最小単位で
    あるブロックとしてグループ化されていて、 複数のセクタのうち2のj乗個のセクタ(jは、0以上の整
    数)に格納されるデータ群がクラスタとして管理され、
    １つ以上のクラスタがファイルとして管理されており、 前記プロテクト領域及びユーザデータ領域のうち少なく
    とも1つは、 m×2のj乗個のセクタからなり、ボリューム管理情報の
    記録のために確保されている第１領域と、 第１領域に後続するセクタからなり、ユーザデータが記
    録されている第２領域とを備え、 前記ボリューム管理情報は、ファイルアロケーションテ
    ーブルを含み、ファイルアロケーションテーブルは、同
    一ファイルとして管理される前記クラスタ間のリンク関
    係をファイル毎に示していることを特徴とする半導体メ
    モリカード。
  24. 【請求項２４】 前記ボリューム管理情報は、 前記ファイルアロケーションテーブルの他に、マスタブ
    ートレコード、パーティションテーブル、パーティショ
    ンブートセクタ、及びルートディレクトリエントリを含
    み、 前記マスタブートレコード及びパーティションテーブル
    は、第１領域における先頭セクタに記録され、パーティ
    ションブートセクタ、ファイルアロケーションテーブ
    ル、ルートディレクトリエントリは、先頭セクタから所
    定のセクタ数だけ隔てて記録されており、第１領域の末
    尾とルートディレクトリエントリの末尾とが一致してい
    ることを特徴とする請求項２３記載の半導体メモリカー
    ド。
  25. 【請求項２５】 前記半導体メモリカードは更に、複数
    のブロックのそれぞれに対応づけられた複数の属性エン
    トリーからなる属性テーブルを保持しており、 第２領域に記録されたユーザデータは、書込禁止属性が
    設定されたファイルを構成する1つ以上のクラスタとし
    て管理されており、 前記属性テーブルにおける複数の属性エントリーであっ
    て、当該クラスタを格納する2のj乗個のセクタのみから
    なるブロックに対応するものに、書き込み禁止属性が設
    定されていることを特徴とする請求項２３記載の半導体
    メモリカード。
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