JP2001325128A

JP2001325128A - ファイル管理方法、記録又は再生装置

Info

Publication number: JP2001325128A
Application number: JP2000147480A
Authority: JP
Inventors: Yoko Matsuura; 陽子松浦; Yoshiyasu Kubota; 芳恭久保田; Takehiko Tahira; 武彦田平
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2000-05-15
Filing date: 2000-05-15
Publication date: 2001-11-22

Abstract

(57)【要約】【課題】オーディオデータ等に好適なファイル管理方
法の実現。【解決手段】ＦＡＴ等の第１のファイルシステムでデ
ータファイルが管理される記録媒体内に、物理的に連続
した連続記録空間（ＦＬ−Ｒ）を確保して、該連続記録
空間の全体を上記第１のファイルシステムで管理される
ようにすると共に、上記連続記録空間内に第２のファイ
ルシステムを配し、上記連続記録空間内でのデータファ
イルの記録再生が、上記第２のファイルシステムにより
管理されるようにする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、記録媒体について
のファイル管理方法、及び記録又は再生装置に関するも
のである。

【０００２】

【従来の技術】パーソナルコンピュータやＰＤＡ（Pers
onal Digital Assistants：携帯情報機器）などの情報
処理装置においては、ＨＤＤ（Hard Disc Drive）、光
ディスク、光磁気ディスク、磁気ディスク、メモリカー
ドなどの各種の記録媒体に対するファイル等の記録／再
生が行われる。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ところで一般に、記録
媒体に記録されるファイルを管理するためにファイルシ
ステムが構築されるが、その代表的なものとしてＦＡＴ
システムが知られている。ＦＡＴについては詳しくは後
述するが、このＦＡＴは、簡単にいえば記録媒体上のブ
ロックアドレスのリンクを管理することで、複数のブロ
ックで記録されている各ファイルの位置を管理するもの
である。このＦＡＴなどのファイルシステムにより、１
つのファイルを記録媒体上で離散的なブロックに記録し
たり、或いは離散的に記録されたファイルを正しく読み
出すことができる。

【０００４】ここで情報処理装置により記録媒体に記録
されるファイル内容の種類を考えてみると、例えばアプ
リケーションプログラムやデータベースとしてのファイ
ルや、テキストファイル、制御データファイルなどがあ
り、さらに音楽、音声等のオーディオデータファイル、
動画などのビデオデータファイルなど、その内容が時間
的に連続性を有するファイルも存在する。なお説明上、
オーディオデータファイル、動画ビデオデータファイル
など時間的に連続するファイルをストリームファイルと
呼ぶこととする。

【０００５】これらの多様な内容をＦＡＴシステムによ
り記録再生することを考えた場合、ＦＡＴを参照してブ
ロックリンクをたどって記録再生のアクセスを行うこと
になるが、上記のストリームファイルの場合は、ＦＡＴ
に基づく処理によりシステムの負担が増えることがあ
る。即ち記録時や再生時に時間的な制約のあるストリー
ムファイルの場合は、離散的なブロックをＦＡＴのリン
クを参照して判別してアクセスしていくことよりは、特
にブロック毎にリンクを判別せずに、単純に物理的に連
続したブロックにアクセスしていくことができるように
することが好ましい。

【０００６】また音楽や動画などのストリームファイル
の場合は、いわゆる早送り再生や早戻し再生などの要望
も発生するが、それらの際にＦＡＴから前後のブロック
を探していくことも、処理負担が増え、また処理時間も
長くなる。なお、早送り、早戻し再生などの場合は、あ
らかじめストリームファイルを読み出してキャッシュメ
モリにバッファリングするようにすれば、ＦＡＴを参照
しなくてもよいものとなるが、これには比較的大容量の
キャッシュメモリが必要となる。従って例えばＰＤＡ機
器などでは実現は困難である。

【０００７】さらに音楽データや動画データの場合、著
作権の存在するものが多く、記録媒体からの違法なコピ
ーが制限されるようにすることも必要である。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明はこのような状況
に鑑みて、例えばストリームデータなどの記録再生に好
適なファイル管理方法、及びそれを実現する記録又は再
生装置を提供することを目的とする。

【０００９】このため本発明のファイル管理方法は、例
えばＦＡＴなどの第１のファイルシステムでデータファ
イルが管理される記録媒体内に、物理的に連続した連続
記録空間を確保して、該連続記録空間の全体を上記第１
のファイルシステムで管理されるようにすると共に、上
記連続記録空間内に第２のファイルシステムを配し、上
記連続記録空間内でのデータファイルの記録再生が、上
記第２のファイルシステムにより管理されるようにす
る。また上記第２のファイルシステムは、上記連続記録
空間に記録されるデータファイルについての先頭位置情
報を管理するとともに、上記連続記録空間に記録される
データファイルは、物理空間的に連続した領域に所定の
規則的処理によるデータ順序で記録されるようにするも
のである。即ち第２のファイルシステムで管理される連
続記録空間を確保し、ストリームデータ等の記録再生ア
クセスをＦＡＴ等の第１のファイルシステムによらずに
実現できるようにする。

【００１０】本発明の、第１のファイルシステムでデー
タファイルが管理されるとともに、上記第１のファイル
システムで管理される物理的に連続した連続記録空間内
に第２のファイルシステムが配され、上記連続記録空間
内でのデータファイルの記録再生が、上記第２のファイ
ルシステムにより管理される記録媒体に対する記録又は
再生装置は、上記第１のファイルシステムから上記連続
記録空間を判別する判別手段と、上記連続記録空間にお
いて、上記第２のファイルシステムに基づいてデータフ
ァイルの記録又は再生のためのアクセスを行うアクセス
手段と、を備えるようにする。また、上記連続記録空間
へのデータファイルの記録に際しては、上記連続記録空
間内の物理的に連続した領域に所定の規則的処理による
データ順序で記録を行うと共に、上記第２のファイルシ
ステムにより、記録したデータファイルについての先頭
位置情報を管理させるようにする。また上記連続記録空
間からのデータファイルの再生に際しては、上記第２の
ファイルシステムからデータファイルの先頭位置情報を
判別し、その先頭位置情報で示される位置から物理的に
連続した領域からデータを読み出し、上記規則的処理に
対応した処理によりデータ再生を行うようにする。

【００１１】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を次の
順序で説明する。なお、実施の形態としては、本発明の
ファイル管理方法を実行し、また本発明の記録又は再生
装置に相当する、情報処理装置とする。記録媒体として
はメモリカードの例を挙げる。１．情報処理装置の外観例２．情報処理装置の構成３．ＯＳ構造及びデータベース構造４．メモリカード４−１外観４−２メモリカードの端子及び内部構造４−３ファイルシステム処理階層４−４物理的データ構造４−５物理アドレス及び論理アドレスの概念４−６論理−物理アドレス変換テーブル４−７ディレクトリ構造５．ＦＡＴ構造６．メモリカードと情報処理装置のインターフェース７．メモリカードに形成される予約領域（物理空間的連
続領域）８．予約領域生成処理９．予約領域への記録処理１０．予約領域からの再生処理

【００１２】１．情報処理装置の外観例本例の情報処理装置の外観例を図１に示す。この情報処
理装置１は、いわゆるＰＤＡ機器として携帯に適した小
型軽量の装置とされる。また記録媒体として、後述する
メモリカード７０を装着し、記録再生を行うことができ
るものとする。なお本発明としては、携帯型の情報処理
装置に限られず、パーソナルコンピュータをはじめとす
るあらゆるタイプの情報処理装置に適用できるものであ
り、また装置が記録を行う記録媒体はメモリカードに限
られず、ＨＤＤ、光ディスク、光磁気ディスク、或いは
装置内に固定的に配置されるＲＡＭ、フラッシュメモリ
など、他の種の記録媒体であってもよいものである。

【００１３】図１（ａ）（ｂ）（ｃ）（ｄ）は情報処理
装置１の外観例としての平面図、右側面図、左側面図、
上面図を示している。図１（ｄ）に示すように装置上面
側には後述するメモリカード７０を装着可能なメモリス
ロット７が形成されており、この情報処理装置１は、メ
モリスロット７に装着されたメモリカード７０に対する
各種データ（コンピュータ用データ、音楽データ、音声
データ、動画像データ、静止画像データ、制御データな
ど）の記録再生が可能とされる。なお、この図１の例で
はメモリスロット７が２つ形成されていることから、２
つのメモリカード７０を同時に装着できるようになされ
ている。もちろん、形成するメモリスロット７の数は１
つでもよいし、３つ以上でもよい。

【００１４】この情報処理装置１には、平面上に例えば
液晶パネルによる表示部２が形成され、アプリケーショ
ンソフトウエアの起動及び各種処理に伴う画像、データ
としての画像や文字、再生される音声、音楽に付随する
情報、さらには操作のガイドメッセージ、再生や編集操
作等のためのメニュー画面などが表示される。

【００１５】情報処理装置１上には、ユーザーの操作の
ための各種の操作子が設けられる。例えば操作キー３
ａ、ジョグダイヤル３ｂ、プッシュダイヤル３ｃなどが
それぞれ所要部位に形成される。これらの操作子により
ユーザーは、例えば電源操作、メニュー操作、選択操
作、文字等の入力操作、その他必要とされる各種の操作
を行うことができる。これらの操作子はもちろん一例に
すぎない。即ち配備する操作子の数、種類、位置は多様
に考えられる。

【００１６】また、情報処理装置１上には、スピーカ
４，マイクロホン５，撮像部６も形成され、音声の出
力、入力、撮像による画像の取込なども実行できるよう
にされている。

【００１７】また各種機器との接続のために、各種端子
が形成される。例えば図１（ｂ）のように、ヘッドホン
端子１０、ライン出力端子１２、ライン入力端子１１な
どが形成され、また図１（ｃ）のようにＩＥＥＥ１３９
４端子８、ＵＳＢ(universalserial bus)端子９などが
形成される。なお、これらの端子の種類、数、配置位置
も、他の例が多様に考えられる。例えば光ケーブル対応
のデジタル入出力端子を備えるようにしたり、或いはＳ
ＣＳＩコネクタ、シリアルポート、ＲＳ２３２Ｃコネク
タなどが形成されるようにしても良い。

【００１８】２．情報処理装置の構成図２に情報処理装置１の内部構成を示す。図示するよう
に情報処理装置１内には、まず中核となる部位として、
システムコントローラ２１、ＣＰＵ２２、フラッシュＲ
ＯＭ２３、Ｄ−ＲＡＭ２４が設けられる。また基本的な
ユーザーインターフェースのための部位として操作部３
５，表示制御部２７，表示部２が形成される。

【００１９】システムコントローラ２１は操作部３５か
らの操作情報を入力し、それに応じてＣＰＵ２２に割り
込みをかける。操作部３５とは、図１に示した各種操作
子３ａ、３ｂ、３ｃに相当する。また図１では説明しな
かったが、表示部２に操作キーやアイコンの表示を行う
とともに表示部２上でのタッチ検出機構を設けること
で、タッチパネル操作子を形成してもよく、その場合の
タッチパネル操作子も図２でいう操作部３５に含まれる
ものとなる。

【００２０】ＣＰＵ２２は基本ソフト（ＯＳ：Operatin
g System）やアプリケーションプログラムが動作される
部位となる。ＣＰＵ２２はシステムコントローラ２１を
介して供給される操作情報に応じて所要の処理を実行す
る。フラッシュＲＯＭ２３は、基本動作プログラム、各
種処理定数、設定情報などを記憶する領域とされる。Ｄ
−ＲＡＭ２４は、各種処理に必要な情報の記憶、データ
のバッファリング、ＣＰＵ２２のワークエリアの拡張、
その他、ＣＰＵ２２の処理に応じて多様に使用される。
またＤ−ＲＡＭ２４にはストレージエリア（不揮発性領
域）が設けられており、そのストレージエリアにはＯＳ
やアプリケーションソフトウエアがインストールされ
る。そしてＤ−ＲＡＭ２４にインストールされたアプリ
ケーションソフトウエアは、ユーザからの操作に応じて
起動され、ＣＰＵ２２により実行される。またアプリケ
ーションソフトウエアはユーザーインターフェース画面
を持ち、ユーザーの指示による状態遷移に基づいて、Ｄ
−ＲＡＭ２４に確保されたフレームバッファに描画を行
う。描画された画像データは、表示制御部２７に送ら
れ、表示部２に表示される。

【００２１】また上述したようにメモリカード７０に対
するメモリスロット７が形成され、メモリカード７０を
装着できるが、ＣＰＵ２２は、メモリカードインターフ
ェース２８を介して装着されたメモリカード７０に対し
て書込又は読み出しアクセスすることができる。メモリ
カードインターフェース２８とメモリカード７０との間
のインターフェース動作については後述する。ＣＰＵ２
２は、装着されたメモリカード７０を、拡張的なメモリ
領域として利用することができる。また、もちろんメモ
リカード７０にアプリケーションプログラムが記録され
ていれば、それをＤ−ＲＡＭ２４にインストールした
り、或いはアプリケーションやデータを直接Ｄ−ＲＡＭ
２４に展開して所要処理を実行させることができる。ま
た、或るアプリケーションに基づいてＣＰＵ２２が、作
成した文書データ、画像データ、オーディオデータ、表
計算データなどを、メモリカード７０に記録することも
できる。なお、メモリスロット７にメモリカード７０が
装着されたことを検出することで、メモリカード７０に
対する動作が記録再生動作可能になったり、或いはメモ
リカード７０に記録されているアプリケーションやデー
タが自動的にＤ−ＲＡＭ２４に展開されるなどの、いわ
ゆるホットプラグイン動作も可能である。またメモリカ
ードインターフェース２８は、メモリカード７０に記録
するデータについての暗号化処理や、読み出したデータ
の暗号解読処理なども可能とされる。

【００２２】撮像部６は例えばＣＣＤ撮像素子及び撮像
回路系によりに形成される。撮像部６により取り込まれ
た撮像画像データは、撮像データインターフェース３４
を介してＤ−ＲＡＭ２４に取り込むことができ、またＣ
ＰＵ２２は所定のアプリケーションプログラムに基づく
動作により、撮像画像データの編集やメモリカード７０
への記録等を実行できる。

【００２３】オーディオインターフェース２９は、上述
したスピーカ４、マイクロホン５、ヘッドホン端子１
０、ライン出力端子１２，ライン入力端子１１から入出
力されるオーディオデータのインターフェース部位とな
る。例えばマイクロホン５或いはライン入力端子１１か
ら入力されたアナログオーディオ信号は、入力オーディ
オ処理部３２でそれぞれ所定の増幅処理やフィルタリン
グが行われ、Ａ／Ｄ変換器３３でデジタルオーディオデ
ータとされてオーディオインターフェース２９に供給さ
れる。オーディオインターフェース２９は、入力された
デジタルオーディオデータについて、ＣＰＵ２２の制御
に基づいて処理や出力を実行する。例えば所要の圧縮エ
ンコード処理を行った後、メモリカードインターフェー
ス２８に供給し、メモリカード７０に記録させることが
できる。またオーディオインターフェース２９は、例え
ばメモリカード７０から読み出されるなどして供給され
たデジタルオーディオデータについて所定のデコード処
理を行い、Ｄ／Ａ変換器３０に供給する。Ｄ／Ａ変換器
３０はデジタルオーディオデータをアナログオーディオ
信号に変換する。出力オーディオ処理部３１は供給され
たアナログオーディオ信号について、出力先に応じた所
定の増幅処理、インピーダンス調整などを行い、スピー
カ４，ヘッドホン端子１０、ライン出力端子１２に出力
する。

【００２４】ＵＳＢインターフェース２５は、ＵＳＢコ
ネクタ９に接続された外部機器との間の通信インターフ
ェースである。ＣＰＵ２２はＵＳＢインターフェース２
５を介して外部のパーソナルコンピュータ或いは周辺機
器などとの間でデータ通信を行うことができる。例えば
この情報処理装置１で扱われる制御データ、コンピュー
タデータ、画像データ、オーディオデータなどの送受信
が実行される。同様にＩＥＥＥ１３９４インターフェー
ス２６は、ＩＥＥＥ１３９４端子８に接続された外部機
器との間の通信インターフェースである。ＣＰＵ２２は
ＩＥＥＥ１３９４インターフェース２６を介して外部の
情報機器との間で各種データ通信を行うことができる。

【００２５】なお、この図２に示す情報処理装置１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。即ち、一般にパーソナルコンピュータやＰＤＡ機
器で採用されている各種構成部位を追加したり、或いは
実際の製品として不要の部位を削除することは、設計上
の都合により決められるものである。

【００２６】３．ＯＳ構造及びデータベース構造続いて図３で、本例の情報処理装置１に搭載されるＯＳ
構造について説明する。図３に示すように、ＯＳは、基
本ソフトの中心部分としてのカーネルを含むマネージャ
層と、標準ライブラリ、及び制御ＩＣなどのハードウエ
アのレイヤとなるＨＡＬ（Hardware Abstraction Laye
r）から構成される。アプリケーションソフトウエア
は、このようなＯＳ構造による基本動作上で動作され
る。またＨＡＬに対しては、１又は複数のデバイスドラ
イバとして階層が付加され実際のハードウエア（ＨＷ）
が駆動される。

【００２７】ここで、特に本例の情報処理装置１の場合
は、メモリカード７０をドライブ可能とし、かつ後述す
るがメモリカード７０のデータはＦＡＴにより管理され
ることから、ＯＳにＦＡＴライブラリが付加され、さら
に、メモリカードをハンドリングするためのライブラリ
（ＭＳライブラリ）が付加される。そしてこのＦＡＴラ
イブラリ及びＭＳライブラリに基づいて、メモリドライ
ブがメモリカード７０がドライブされる構造とされてい
る。

【００２８】このようなＯＳ構造を持つ本例の情報処理
装置１では、さらに通常でいうところの「ファイル」に
相当する概念として、「データベース」という概念が導
入されている。ここでいう「データベース」とは、通常
いうところのデータベースのように単にデータを蓄積し
ていったものではなく、データベース自体がデータを管
理できる構造としてフォーマット化されている。この意
味で、「データベース」は「ファイル」に相当する。

【００２９】図４にデータベース構造を示す。即ちデー
タベースには、ヘッダ（ＤＴＢヘッダ）としてデータベ
ースネーム（ＤＴＢＮａｍｅ）及びその他情報を含む
領域が形成され、さらにポインタテーブルが配される。
そしてデータ領域に記録される実際のデータは、ポイン
タテーブルに記録されたポイント情報により、位置的な
管理が行われる状態となっている。

【００３０】このような構造のデータベースとしては、
２種類のものが存在する。例えば一般に１つのアプリケ
ーションソフトウエアは複数のファイルで構成され、そ
の中には実行ファイル（＊＊＊．ｅｘｅ）と、データフ
ァイル（＊＊＊．ｄａｔａ）があるが、その実行ファイ
ル（＊＊＊．ｅｘｅ）に相当するものとして「リソース
データベース（＊＊＊．ｐｒｃ）」があり、またデータ
ファイル（＊＊＊．ｄａｔａ）に相当するものとして
「データベースデータベース（＊＊＊．ｄｔｂ）」があ
る。

【００３１】本例の情報処理装置１では、このような
「データベース」という概念によりデータを扱う。従っ
て、メモリカード７０において記録再生されるファイル
（ＦＡＴで扱われるファイル）も、上記データベースの
形態となる。なお本明細書では、「ファイル」という言
葉を用いるが、これは一般的な概念にあわせて用いてい
るものであり、本実施の形態に関していえば、「ファイ
ル」とは上記構造のデータベースの意味となる。

【００３２】４．メモリカード４−１外観次にメモリカード７０について説明していく。まず図５
にメモリカード７０の外形形状を示す。メモリカード７
０は、例えば図５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５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、Ｗ１２、Ｗ１３のそれぞれが、Ｗ１１＝６０
ｍｍ、Ｗ１２＝２０ｍｍ、Ｗ１３＝２．８ｍｍとなる。

【００３３】筐体の正面下部から底面側にかけて例えば
１０個の電極を持つ端子部７２が形成されており、この
端子部７２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７
３とされる。この切欠部７３は、このメモリカード７０
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。また筐体上面から底面側にかけて、ラベル貼付面７
４が形成され、ユーザーが記憶内容を書いたラベルを貼
付できるようにされている。さらに底面側には、記録内
容の誤消去を防止する目的のスライドスイッチ７５が形
成されている。

【００３４】このようなメモリカード７０においては、
フラッシュメモリ容量としては、４ＭＢ（メガバイ
ト），８ＭＢ，１６ＭＢ，３２ＭＢ，６４ＭＢ，１２８
ＭＢの何れかであるものとして規定されている。またデ
ータ記録／再生のためのファイルシステムとして、いわ
ゆるＦＡＴ（File Allocation Table）システムが用い
られている。

【００３５】書込速度は１５００ＫＢｙｔｅ／ｓｅｃ〜
３３０ＫＢｙｔｅ／ｓｅｃ、読出速度は２．４５ＭＢｙ
ｔｅ／ｓｅｃとされ、書込単位は５１２バイト、消去ブ
ロックサイズは８ＫＢ又は１６ＫＢとされる。また電源
電圧Ｖｃｃは２．７〜３．６Ｖ、シリアルクロックＳＣ
ＬＫは最高２０ＭＨｚとされる。

【００３６】４−２メモリカードの端子及び内部構造図６に端子部７２の電極構造を示す。図５に示したよう
に端子部７２は１０個の平面電極が１列に並んだ構造と
されるが、図６に示すように各電極（端子Ｔ１〜Ｔ１
０）は次の通りとなる。

【００３７】端子Ｔ１及びＴ１０は検出電圧Ｖｓｓ端子
とされる。端子Ｔ２は、シリアルプロトコルバスステー
ト信号ＢＳの入力端子とされる。端子Ｔ３及びＴ９は電
源電圧Ｖｃｃ端子とされる。端子Ｔ４はデータ端子、つ
まりシリアルプロトコルデータ信号の入出力端子とされ
る。端子Ｔ５及びＴ７はリザーブ（予備）とされる。端
子Ｔ６は検出端子とされ、ドライブ装置側（情報処理装
置１のメモリカードインターフェース）がメモリカード
の装着検出に用いる。端子Ｔ８は、シリアルクロックＳ
ＣＬＫの入力端子とされる。

【００３８】また図６にはメモリカード７０の内部構成
も示している。メモリカード７０の内部は、コントロー
ルＩＣ８０とフラッシュメモリ８１が設けられている。
コントロールＩＣ８０はフラッシュメモリ８１に対する
書込／読出動作を実行する部位となる。図からわかるよ
うに、コントロールＩＣ８０に対しては、端子Ｔ２から
のシリアルプロトコルバスステート信号ＢＳ、端子Ｔ８
からのシリアルクロックＳＣＬＫが供給される。書込動
作時には、コントロールＩＣ８０は、これらのシリアル
プロトコルバスステート信号ＢＳ、シリアルクロックＳ
ＣＬＫに従って、端子Ｔ４から供給されるデータのフラ
ッシュメモリ８１への書込を行う。また読出時には、シ
リアルプロトコルバスステート信号ＢＳ、シリアルクロ
ックＳＣＬＫに従って、フラッシュメモリ８１からデー
タを読み出し、端子Ｔ４からドライブ装置側に出力す
る。

【００３９】また検出電圧Ｖｓｓは、検出端子Ｔ６に供
給されており、ドライブ装置側では、図示するように抵
抗Ｒによって検出端子Ｔ６の端子電圧を検出すること
で、このメモリカード７０が装着部（メモリスロット
７）に接続されているか否かを検出できるようにされ
る。

【００４０】４−３ファイルシステム処理階層続いて、メモリカード７０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７は、メ
モリカード７０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ＦＡＴ（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。

【００４１】４−４物理的データ構造図８には、メモリカード７０内の記憶素子である、フラ
ッシュメモリ８１の物理的データ構造が示されている。
フラッシュメモリ８１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８１内におけるセグメント数は、そのフラッシ
ュメモリ８１の容量に依存して異なってくる。

【００４２】そして、この１セグメントを図８（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８（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８１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。

【００４３】図８（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。

【００４４】１ブロックは、図８（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８（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８（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。

【００４５】このような、図８（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８
１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。

【００４６】先頭のブートブロックは、図８（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／ＩＤＩ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
８（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。

【００４７】図８（ｅ）に示された冗長部（１６バイ
ト）は、図８（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。

【００４８】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バイトにはアクセス許可やコピー禁止指定等を示す
管理フラグ(Block Info)が格納される。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
(LogicAddress)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Ｅ
ＣＣを格納する領域とされる。残る第１３〜第１５バイ
トには、図８（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。

【００４９】上記図８（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９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。

【００５０】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。

【００５１】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。

【００５２】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１３（左３列を参照）に
より説明しておく。メモリカード７０のフラッシュメモ
リ容量としては、４ＭＢ，８ＭＢ，１６ＭＢ，３２Ｍ
Ｂ，６４ＭＢ，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＝８
ＫＢ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＝
８ＫＢ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。

【００５３】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。

【００５４】４−５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１０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。

【００５５】図１０（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１０（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，
１０８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。

【００５６】ここで、図１０（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，
１０８で示されるブロックがデータが消去（即ち、未記
録領域）された未使用ブロックとなっている状態である
とする。

【００５７】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１０（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。

【００５８】ここで、上記図１０（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１０（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）。

【００５９】そして、処理として示すように、データ
更新前（図１０（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１０
７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。

【００６０】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。

【００６１】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。

【００６２】４−６論理−物理アドレス変換テーブル上記図１０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。

【００６３】従来では、例えばセット本体に対してメモ
リカード７０が装着されたときに、セット本体側のマイ
クロプロセッサがメモリカード７０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、メモリカード７０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
にメモリカード７０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。

【００６４】図１１は、本例のメモリカード７０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、１２
８ＭＢの最大容量のフラッシュメモリの場合には８１９
２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１１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。）

【００６５】図１２に、上記図１１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１２に
示すようにして格納される。先ず図１２（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１３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８
ＭＢ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。

【００６６】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、３０ページが使用されることになり、図１２
（ａ）に示すページＮとしては、最大でＮ＝２９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。

【００６７】図１２（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８（ｅ）参照）であることから、図１２（ｂ）に
は、１０２４（＝５１２×２）バイトが展開されている
状態が示されている。

【００６８】図１２（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４
９５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。

【００６９】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。

【００７０】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１２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
４９６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／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。

【００７１】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９
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。

【００７２】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１０
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、ＦＡＴ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１２に示した論理−物理アドレス変換テーブルは、例
えばメモリカード７０の製造時において格納するように
される。

【００７３】ここで、再度図１３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１１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１３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
１ＫＢのサイズとなる。また、フラッシュメモリの容量
が８ＭＢ（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２Ｋ
Ｂ（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。

【００７４】４−７ディレクトリ構造メモリカード７０に記録されるディレクトリ構成例を図
１４に示す。メモリカード７０で扱うことのできる主デ
ータとしては、コンピュータ用データ、動画データ、静
止画データ、メッセージデータ、オーディオデータ、制
御用データなどがあるが、このためディレクトリ構造と
しては、ルートディレクトリから、「ＶＯＩＣＥ」（メ
ッセージ用ディレクトリ）、「ＤＣＩＭ」（静止画用デ
ィレクトリ）、「ＭＯｘｘｘｘｎｎ」（動画用ディレク
トリ）、「ＣＯＮＴＲＯＬ」（制御用ディレクトリ）、
「ＨＩＦＩ」（オーディオ用ディレクトリ）、「ＰＭ」
（情報処理装置用ディレクトリ）が配される。

【００７５】そして図示していないが、各ディレクトリ
の下には、サブディレクトリやファイル（上述したデー
タベース）、フォルダ等が配され、いわゆるツリー構造
の形態をとることになる。なお、もちろんこのようなデ
ィレクトリ構成は一例にすぎず、実際には情報処理装置
１等による記録状況や記録されるファイル種別などに応
じてディレクトリ構造が形成される。

【００７６】５．ＦＡＴ構造図７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
２に示した構成の情報処理装置１により、メモリカード
７０に対する記録再生（データ書込／読出）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。

【００７７】図１５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
ス変換テーブルはメモリカード７０内に格納されること
になるが、図１５に示すＦＡＴ構造が、メモリカード７
０内での管理構造となるものである。

【００７８】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、
管理単位となるＦＡＴで扱う１データ単位である。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
例のメモリカード７０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バイトとされるメモリカード７０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バイトとされるメモリカード７０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、かつメモリカード７０でのブロックと
しての１つのデータ単位とされる。なお、従ってメモリ
カードからみれば、ＦＡＴで扱われるクラスタサイズ＝
そのメモリカード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。

【００７９】そして図１５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。

【００８０】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。

【００８１】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。

【００８２】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。

【００８３】図１６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
メモリカード７０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、メモリカード
７０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）

【００８４】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。

【００８５】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。

【００８６】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１６に
示した先頭クラスタ番号だけでなく、例えば図１７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。

【００８７】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１５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。

【００８８】図１８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。

【００８９】６．メモリカードと情報処理装置のインタ
ーフェース図１９により、メモリカード７０と情報処理装置１のメ
モリカードインターフェース２８の間のシリアルインタ
ーフェースシステム構成を説明する。メモリカード７０
内のコントロールＩＣ８０は、図１９に示すようにフラ
ッシュメモリコントローラ８０ａ、レジスタ８０ｂ、ペ
ージバッファ８０ｃ、シリアルインターフェース８０ｄ
としての各ブロックを有するものとなっている。

【００９０】フラッシュメモリコントローラ８０ａは、
レジスタ８０ｂに設定されたパラメータに基づいて、フ
ラッシュメモリ８１とページバッファ８０ｃの間でのデ
ータ転送を行う。そしてページバッファ８０ｃにバファ
リングされたデータはシリアルインターフェース８０ｄ
を介して情報処理装置１のメモリカードインターフェー
ス２８側に転送され、また情報処理装置１のメモリカー
ドインターフェース２８から転送されてきたデータはシ
リアルインターフェース８０ｄを介してページバッファ
１０ｃにバファリングされる。

【００９１】メモリカードインターフェース２８側で
は、メモリカード７０に対するインターフェース構造と
して、ファイルマネージャ６０、転送プロトコルインタ
ーフェース６１、シリアルインターフェース６２を有す
る。ファイルマネージャ６０はメモリカード７０のファ
イル管理を行う。例えば本例のシステムではメモリカー
ド７０内にはメインデータファイルの管理のための管理
ファイルが記憶されているが、情報処理装置１は装填さ
れたメモリカード７０から管理ファイルをよみこんでＣ
ＰＵ２２がファイルマネージャ６０を形成することにな
る。メモリカード７０へのアクセスはファイルマネージ
ャ６０に従って実行される。転送プロトコルインターフ
ェース６１は、レジスタ８０ｂ、ページバッファ８０ｃ
へのアクセスを実行する。シリアルインターフェース６
２は、メモリカード７０との間の３つの信号線、即ちＳ
ＣＬＫ（シリアルクロック）、ＢＳ（バスステイト）、
ＳＤＩＯ（シリアルデータ入出力）において、任意のデ
ータ転送を行うためのプロトコルを規定する。

【００９２】以上の構成における各部の動作により、情
報処理装置１によるメモリカード７０（フラッシュメモ
リ８１）に対する読出アクセス／書込アクセスが実行さ
れる。

【００９３】７．メモリカードに形成される予約領域
（物理空間的連続領域）続いて本例の情報処理装置１による特徴的な動作となる
メモリカード７０に対するファイル管理方法について説
明していく。

【００９４】図２０は本例のファイル管理形態を模式的
に示したものである。上述したようにメモリカード７０
においては、基本的にＦＡＴシステムによりファイル管
理が行われるが、例えば図２０では、ファイルＦＬ１、
ＦＬ２、ＦＬ３が記録された状態を示している。なお、
メモリカード７０に記録されるファイルとは、上述した
リソースデータベース（＊＊＊．ｐｒｃ）やデータベー
スデータベース（＊＊＊．ｄｔｂ）に相当するものであ
る。図２０のファイルＦＬ１、ＦＬ２、ＦＬ３は、ＦＡ
Ｔシステムにより管理されるものであり、例えばファイ
ルＦＬ１は、ファイル構成部分ＦＬ１（１）、ＦＬ１
（２）、ＦＬ１（３）から形成されるが、矢印で示すよ
うに、これらの記録されたブロックのリンクがＦＡＴで
管理される。ファイルＦＬ２、ＦＬ３も同様にＦＡＴで
管理されている。

【００９５】ここで本例の場合は、メモリカード７０上
の記録空間において、予約領域ＦＬ−Ｒとして示すよう
に、物理的に連続する記録空間（連続記録空間）を確保
することができるようにしている。例えば比較的大容量
の空間として予約領域ＦＬ−Ｒを確保する。そして、こ
の予約領域ＦＬ−Ｒの全体、即ち予約領域ＦＬ−Ｒを構
成する複数の物理空間的に連続したブロックは、ＦＡＴ
からは１つの巨大ファイルとして管理されることにな
る。ただしＦＡＴからは、あくまで予約領域ＦＬ−Ｒの
全体が１つの仮想的なファイルとして見えるのみとさ
れ、この予約領域ＦＬ−Ｒ内に記録される個々のファイ
ルは管理されない。つまりＦＡＴからは予約領域ＦＬ−
Ｒ全体の位置がわかるのみである。

【００９６】予約領域ＦＬ−Ｒ内の管理は、この予約領
域ＦＬ−Ｒに配される第２のファイルシステムによって
管理される。第２のファイルシステムは、情報処理装置
１のＯＳがＦＡＴを介さずにアクセスするためのもので
あり、ＯＳには予約領域ＦＬ−Ｒ内の管理、つまり第２
のファイルシステムの構築やそれに基づく記録再生アク
セス、さらには記録データ、再生データの処理について
のアルゴリズムが用意される。特に、予約領域ＦＬ−Ｒ
内では、例えばストリームファイルを構成するデータ
は、物理空間的に連続するブロックに順番に記録されて
いくこと、或いはそのために再生時には物理空間的に連
続するブロックが順番にアクセスされていくことが規定
されており、そのような連続したブロックに対するアク
セス動作のためのアルゴリズムが形成されるものとな
る。また後述するが、記録データについてのインターリ
ーブや再生データについてのデインターリーブなどの処
理も規定される。

【００９７】予約領域ＦＬ−Ｒ内は、例えば図２１，図
２２のように構成される。図２１は、例えばメモリカー
ド７０内に予約領域ＦＬ−Ｒが設定された状態を示して
いる。上記の第２のファイルシステムによる管理形態を
実現するため、予約領域ＦＬ−Ｒ内には図示するように
ポインタ部とデータ部が形成される。ポインタ部はファ
イルネームと、そのファイルのスタートアドレスポイン
タＳＴＰを管理する領域とされる。図２１の場合は、ま
だ何もファイルが記録されていない状態としているた
め、データ部の全体はフリーエリア（記録可能領域）と
され、ポインタ部には、このフリーエリアに対して仮想
的にファイル名ＦＬＲ−ｆｒｅｅというファイル名が設
定されて、データ部の先頭アドレスがスタートアドレス
ポインタＳＴＰ−１として示されている。これは、スタ
ートアドレスポインタＳＴＰ−１で示されるブロックか
ら、物理的に連続したブロックに順番にデータ記録を実
行していってよい状態を示しているものとなる。

【００９８】図２２は、予約領域ＦＬ−Ｒに２つのファ
イルＦＬＲ−１、ＦＬＲ−２が記録された状態を示して
いる。ポインタ部においては、ファイルネームＦＬＲ−
１に対応して、ファイルの先頭（この場合データ部の先
頭）を示すアドレスがスタートアドレスポインタＳＴＰ
−１として示されている。またファイルネームＦＬＲ−
２に対応して、ファイルＦＬＲ−２の先頭を示すアドレ
スがスタートアドレスポインタＳＴＰ−２として示され
ている。またフリーエリアの先頭として、ファイル名Ｆ
ＬＲ−ｆｒｅｅに対応してスタートアドレスポインタＳ
ＴＰ−３として示されている。

【００９９】ここでファイルＦＬＲ−１、ＦＬＲ−２
は、それぞれ物理空間的に連続したブロックに記録され
たもので、これらのファイルが離散的に形成されること
はない。

【０１００】つまり本例では、メモリカード７０内に、
予約領域ＦＬ−Ｒを設定し、その予約領域内ではＦＡＴ
ではない第２のファイルシステムでファイルが管理され
るようにする。また予約領域内に記録されるファイル
は、物理空間的に連続するブロックに記録され、離散的
に形成されることはない。なお、ファイルを構成するデ
ータは、データストリームがそのままのデータ順で記録
されるようにしてもよいが、所定単位でインターリーブ
がかけられて、データ順が変更されるようにしてもよい
し、あるいはデータが暗号化されたものであってもよ
い。データのインターリーブや暗号化については情報処
理装置１のＯＳ上の予約領域管理アルゴリズムによって
実行される。

【０１０１】第２のファイルシステムによる管理形態と
してはファイル名に対応してファイルのスタートアドレ
スポインタＳＴＰを管理するものとする。上述のように
各ファイルは物理空間的に連続したブロックに記録され
ているので、例えば再生の際には、スタートアドレスポ
インタＳＴＰを参照すれば、後は順にブロックをアクセ
スしていけばよいものとなる。なお、図示していない
が、ファイルのエンドアドレスを管理するようにしても
よいが、例えば物理空間的に連続してデータが記録さ
れ、またその記録に応じてフリーエリアが後退していく
ようにすれば、エンドアドレスは自明であるため管理し
なくてもよい。即ち図２２の場合、ファイルＦＬＲ−１
の終端は、ファイルＦＬＲ−２の先頭アドレス（ＳＴＰ
−２）の１つ前のブロックであり、またファイルＦＬＲ
−２の終端は、フリーエリアの先頭アドレス（ＳＴＰ−
３）の１つ前のブロックであるためである。また、スタ
ートアドレスポインタＳＴＰは、暗号化された値とされ
ており情報処理装置１のＯＳ上の予約領域管理アルゴリ
ズムによってのみ解読できるようにしてもよい。

【０１０２】このような予約領域ＦＬ−Ｒについての設
定、管理方式、記録／再生動作によれば、次のような利
点が得られるものとなる。即ちメモリカード７０内に、
物理的に連続した連続記録空間としての予約領域ＦＬ−
Ｒを確保して、その予約領域ＦＬ−Ｒ内でのデータファ
イルの記録再生が第２のファイルシステムに管理される
ようにすることで、予約領域ＦＬ−Ｒを、ＦＡＴによら
ない記録再生領域として用いることができる。そして予
約領域ＦＬ−Ｒは物理空間的に連続した記録空間とされ
ていることで、オーディオデータ、動画ビデオデータな
どのストリームデータの記録を、物理的に連続して実行
できる。例えば図２２のファイルＦＬＲ−１，ＦＬＲ−
２などの記録や、その再生の際に、ＦＡＴのリンクをた
どるなどの処理は不要で処理負担が少なくなり、しかも
高速な記録再生アクセスが可能となるため、ストリーム
データの記録再生に非常に好適なものとなる。また予約
領域ＦＬ−Ｒ自体は、ＦＡＴにより管理される状態にあ
ることで、メモリカード７０内での予約領域ＦＬ−Ｒの
位置管理や、他の通常のファイルＦＬ１，ＦＬ２、ＦＬ
３等との整合もとれ、ＦＡＴの管理上の混乱は生じな
い。

【０１０３】また物理空間的に連続したブロックにデー
タファイルが記録されることで、例えばオーディオデー
タ等の早送り、早戻し再生などの場合に単純にブロック
の前後をたどっていけばよく、非常に容易な処理で早送
り、早戻し再生を実現できる。

【０１０４】またストリームデータのそのままのデータ
順序で、連続したブロックに記録していくようにし、ま
たそれを再生するようにすれば、記録再生処理は非常に
容易となる。その一方で、ストリームデータについてイ
ンターリーブや暗号化を行なって記録することで、他の
記録媒体にコピーされても、オーディオやビデオを再生
できない状態とすることができ、著作権保護に好適であ
る。実際には、例えば著作権保護が必要なデータについ
ては例えばインターリーブしたデータを記録するように
し、著作権保護が不要なデータについてはインターリー
ブを実行しないで記録するなどの手法がとられると好適
である。

【０１０５】８．予約領域生成処理以上のような予約領域ＦＬ−Ｒについての、情報処理装
置１の予約領域管理アルゴリズムによって実行される設
定処理、記録処理、再生処理としての例を、次に述べて
いく。

【０１０６】図２３はメモリカード７０に予約領域ＦＬ
−Ｒを設定する処理手順を示すフローチャートである。
メモリカード７０に予約領域ＦＬ−Ｒを設定する際に
は、まずステップＦ１０１として、装填されているメモ
リカード７０からＦＡＴを取り込む。そしてステップＦ
１０２としてデフラグを行い、ステップＦ１０３として
メモリカード７０上で比較的大きな、物理的に連続する
空間を確保する。なお、でフラグは必ず実行しなければ
ならないものではない。

【０１０７】次にステップＦ１０４として、確保した連
続領域を１つのダミーファイルとして固定する。これは
図２０に示したように、連続空間が予約領域ＦＬ−Ｒと
しての１つの仮想的なファイルとしてＦＡＴから管理さ
れるようにする処理である。即ち確保した連続空間の全
ブロックがＦＡＴ上で１つのファイルとして管理される
ようにＦＡＴを更新する処理となる。最後に、ステップ
Ｆ１０５で、確保した連続空間、即ち予約領域ＦＬ−Ｒ
に、第２のファイルシステムを設置する。即ち予約領域
ＦＬ−Ｒ内を図２１に示した状態となるようにフォーマ
ットする処理である。なお、この場合、予約領域ＦＬ−
Ｒのポインタ部とデータ部が設定されるが、データ部は
すべてフリーエリアとなっている。そしてポインタ部で
は、フリーエリアのスタートアドレスポインタＳＴＰが
記録されることになる。ここでスタートアドレスポイン
タＳＴＰの値は、所定の暗号化を施すことで、この情報
処理装置１でしか認識（解読）できないようにしてい
る。ただし、実際の例としては、スタートアドレスポイ
ンタＳＴＰに暗号化を施さない処理例も考えられる。ス
タートアドレスポインタＳＴＰを暗号化することは、他
の情報処理装置や記録再生装置で予約領域ＦＬ−Ｒを正
しく使用できない状態とすることを意味し、例えば著作
権保護の要望がある場合に有効である。

【０１０８】以上の処理により、１つの巨大な連続空間
が予約領域ＦＬ−Ｒとして設定されたことになり、以
後、上述したように予約領域ＦＬ−Ｒ内へのＦＡＴを介
さないアクセスが可能となる。

【０１０９】９．予約領域への記録処理図２４に予約領域ＦＬ−Ｒへのファイルの記録処理のフ
ローチャートを示す。上記のようにして設定されたメモ
リカード７０の予約領域ＦＬ−Ｒに対して、例えばオー
ディオデータファイルや動画ビデオデータファイルの記
録を行う場合は、まずステップＦ２０１としてＦＡＴを
参照し、予約領域ＦＬ−Ｒの位置を確認する。

【０１１０】メモリカード７０上で予約領域ＦＬ−Ｒの
位置を確認したら、その後は第２のファイルシステムに
基づいてアクセスを行うことになる。即ちステップＦ２
０２で予約領域ＦＬ−Ｒのポインタ部からフリーエリア
のスタートアドレスポインタＳＴＰを判別する。本例で
は、スタートアドレスポインタＳＴＰについて暗号化が
施されることとしているため、スタートアドレスポイン
タＳＴＰの値の復号（暗号解読）も行うことになる。

【０１１１】スタートアドレスポインタＳＴＰからフリ
ーエリアの先頭アドレスが判別されたら、ステップＦ２
０３で、アクセスするブロックアドレスの値（アクセス
アドレスＡＡ）として、解読したスタートアドレスポイ
ンタＳＴＰの値をセットする。続いてステップＦ２０
４、Ｆ２０５、Ｆ２０６、Ｆ２０７のループ処理で、デ
ータの記録を実行する。即ちステップＦ２０４では記録
するデータストリームから１ブロック分のデータを取り
だし、そのブロックデータについてインターリーブをか
ける。そしてステップＦ２０５で、インターリーブされ
たデータをメモリカードインターフェース２８からメモ
リカード７０に転送し、アクセスアドレスＡＡで示され
ているアドレスに対して記録させる。ステップＦ２０６
ではアクセスアドレスＡＡの値をインクリメントし、連
続する次のブロックアドレスを示す値とする。ステップ
Ｆ２０７において記録するデータが終了したか否か、つ
まりデータすべての記録が完了したか否かを判断し、終
了していなければステップＦ２０４に戻る。

【０１１２】従ってこのステップＦ２０４〜Ｆ２０７の
ループでは、記録するデータを１ブロック単位毎にイン
ターリーブをかけ、そのインターリーブされたデータ
を、フリーエリアの先頭から１ブロックづつ物理的に連
続するブロックに記録していく処理が行われることにな
る。

【０１１３】記録するファイルについてのすべてのデー
タが上記ループ処理でメモリカード７０に記録された
ら、ステップＦ２０７からステップＦ２０８に進み、予
約領域ＦＬ−Ｒのポインタ部の更新を行う。即ち、まず
記録されたファイル名とともに、そのファイルの先頭ア
ドレスをスタートアドレスポインタＳＴＰとして記録す
る。この場合、その時点でフリーエリアのスタートアド
レスポインタＳＴＰの値が、今回記録されたファイルの
スタートアドレスポインタＳＴＰとなる。また、フリー
エリアが使用されたことによって、フリーエリアのスタ
ートアドレスポインタＳＴＰの値も更新される。これ
は、この時点においてアクセスアドレスＡＡとして保持
されている値が、新たなフリーエリアのスタートアドレ
スポインタＳＴＰの値となる。なお、記録されたファイ
ル及びフリーエリアのスタートアドレスポインタＳＴＰ
の値は暗号化された値が記録される。

【０１１４】以上の処理により予約領域ＦＬ−Ｒへのデ
ータファイルの記録が完了する。このような記録処理に
より、例えば図２２に示したようにファイルデータの記
録が行われた状態となる。つまり物理的に連続した巨大
なエリアである予約領域ＦＬ−Ｒ内において、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る状態と
なる。

【０１１５】なお、この例では記録データについて１ブ
ロックデータ分の単位でインターリーブをかけるように
したが、インターリーブを行わない処理も考えられる。
また複数ブロック分のデータにわたる範囲でインターリ
ーブをかけてもよい。さらに、インターリーブではな
く、記録データに暗号化を施してもよいし、インターリ
ーブと暗号化の両方の処理を施してもよい。

【０１１６】１０．予約領域からの再生処理図２５に予約領域ＦＬ−Ｒに記録されたファイルの再生
処理のフローチャートを示す。例えば図２２のように予
約領域ＦＬ−Ｒに記録されたファイルに対して、ステッ
プＦ３０１として再生要求が発生すると、まずステップ
Ｆ３０２でＦＡＴを参照し、予約領域ＦＬ−Ｒの位置を
確認する。

【０１１７】メモリカード７０上の予約領域ＦＬ−Ｒの
位置を確認したら、その後は第２のファイルシステムに
基づいてアクセスを行うことになる。即ちステップＦ３
０３で予約領域ＦＬ−Ｒのポインタ部から、再生要求の
あったファイルのスタートアドレスポインタＳＴＰを判
別する。上述のようにスタートアドレスポインタＳＴＰ
については暗号化が施されることとしているため、スタ
ートアドレスポインタＳＴＰの値の復号（暗号解読）も
行う。

【０１１８】スタートアドレスポインタＳＴＰから要求
されたファイルの先頭アドレスが判別されたら、ステッ
プＦ３０４で、アクセスするブロックアドレスの値（ア
クセスアドレスＡＡ）として、解読したスタートアドレ
スポインタＳＴＰの値をセットする。続いてステップＦ
３０５、Ｆ３０６、Ｆ３０７のループ処理で、データの
再生を実行する。即ちステップＦ３０５では、アクセス
アドレスＡＡのブロックにアクセスし、そのブロックの
データを読み出す。そして上記記録処理ではブロックデ
ータに対してインターリーブがかけられているため、そ
れに対応してデインターリーブを実行し、データ配列を
元に戻す。なお、インターリーブがかけられていない場
合はこの処理は当然不要である。また暗号化がかけられ
ていれば、暗号解読が必要である。

【０１１９】次にステップＦ３０６ではアクセスアドレ
スＡＡの値をインクリメントし、連続する次のブロック
アドレスを示す値とする。そしてステップＦ３０７にお
いて再生するデータが終了したか否か、つまりファイル
を構成するデータすべての読み出しが完了したか否かを
判断し、終了していなければステップＦ３０５に戻る。

【０１２０】従ってこのステップＦ３０５〜Ｆ３０７の
ループでは、物理的に連続するブロック順にデータを順
次読み出し、デインターリーブ等の必要な処理を行って
データを再生していく処理となる。データに暗号化が施
されているのであれば、当然暗号解読も行われる。

【０１２１】再生するファイルについてのすべてのデー
タが上記ループ処理でメモリカード７０から読み出され
たら、ステップＦ３０７から処理を終了する。なおデー
タの読み出し終了は、例えばアクセスアドレスＡＡの値
が、他のファイル又はフリーエリアのスタートアドレス
ポインタＳＴＰの値と同値となったことで判別できる。
また、ポインタ部にファイルの終端アドレスが管理され
ていれば、その終端アドレスの値とアクセスアドレスＡ
Ａの比較により判別できる。

【０１２２】以上の処理により予約領域ＦＬ−Ｒからの
データファイルの再生が実行されるる。このような再生
処理では、物理空間的に連続した巨大なエリアである予
約領域ＦＬ−Ｒ内において、１つのファイルを構成する
データが物理空間的に連続したブロックから順に読み出
されていくことになり、ＦＡＴのリンク管理を参照する
ような処理は不要である。従って上述したように処理負
担の軽減、高速再生が可能となり、また図２５には示し
ていないが、早送り、早戻し再生などの要求があった場
合も、アクセスアドレスＡＡの前方又は後方への更新の
みで対応できるため、非常に有効なものとなる。また早
送り、早戻し再生のために大容量のキャッシュメモリを
備える必要もない。

【０１２３】以上、実施の形態としての情報処理装置の
構成、記録媒体の例、予約領域ＦＬ−Ｒに関する設定、
記録、再生処理を説明してきたが、本発明はこれらの例
に限定されることなく、各種の変形例が考えられる。例
えば予約領域ＦＬ−Ｒにおける第２のファイルシステム
による管理形態、予約領域ＦＬ−Ｒのエリア設定、設
定、記録、再生のための処理手順などは多様な変形例が
考えられる。また予約領域ＦＬ−Ｒへ記録するファイル
はオーディオデータファイル等のストリームファイルが
好適であるが、テキストファイルやアプリケーションプ
ログラムファイル等の記録／再生にも当然利用できるも
のである。また本発明を適用できる装置は、携帯型の情
報処理装置のみでなく、多岐にわたるものである。

【０１２４】

【発明の効果】以上の説明から理解されるように本発明
によれば、記録媒体内に、物理的に連続した連続記録空
間を確保して、その連続記録空間内でのデータファイル
の記録再生が第２のファイルシステムに管理されるよう
にすることで、連続記録空間を、ＦＡＴ等の第１のファ
イルシステムによらない記録再生領域として用いること
ができる。そして連続記録空間は物理的に連続した記録
空間とされていることで、オーディオデータ、動画ビデ
オデータなどのストリームデータの記録を、物理的に連
続して実行できる。これにより、ＦＡＴのリンクをたど
るなどの処理は不要で処理負担が少なくなり、しかも高
速な記録再生アクセスが可能となるため、ストリームデ
ータの記録再生に非常に好適なものとなる。また、連続
記録空間自体は、第１のファイルシステムにより管理さ
れる状態にあることで、記録媒体内での連続記録空間の
設定位置は良好に管理でき、また第１のファイルシステ
ムで管理される通常のファイルの記録位置との整合も簡
単にとれ、例えば管理上の混乱は生じない。

【０１２５】また第２のファイルシステムは、連続記録
空間に記録されるデータファイルについての先頭位置情
報を管理するとともに、連続記録空間に記録されるデー
タファイルは、物理空間的に連続した領域に所定の規則
的処理によるデータ順序で記録されるようにすること
で、連続記録空間に記録されるファイルは、先頭位置情
報を参照するのみで、記録媒体上のブロックを連続して
アクセスしていくことができ、上述した、第１のファイ
ルシステムを参照しないアクセスが容易に実現できるも
のとなる。また物理空間的に連続した領域にデータファ
イルが記録されることで、例えばオーディオデータ等の
早送り、早戻し再生などの場合に単純にブロックの前後
をたどっていけばよく、非常に容易な処理で早送り、早
戻し再生を実現できる。

【０１２６】また上記の所定の規則的処理としては、ス
トリームデータのそのままのデータ順序とすれば、記録
再生処理は非常に容易となる。その一方で、規則的処理
としてインターリーブや暗号化を行うことで、他の記録
媒体にコピーされても、オーディオやビデオを再生でき
ない状態とすることができ、著作権保護に利用できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態の情報処理装置の平面図、
右側面図、左側面図、上面図である。

【図２】実施の形態の情報処理装置のブロック図であ
る。

【図３】実施の形態の情報処理装置のＯＳ構造の説明図
である。

【図４】実施の形態の情報処理装置で扱うデータベース
構造の説明図である。

【図５】実施の形態のメモリカードの外形形状を示す平
面図、正面図、側面図、底面図である。

【図６】実施の形態のメモリカードの内部構造の説明図
である。

【図７】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８】実施の形態のメモリカードの物理的データ構造
の説明図である。

【図９】実施の形態のメモリカードの管理フラグの説明
図である。

【図１０】実施の形態のメモリカードにおけるデータ更
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１１】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１２】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１３】実施の形態のメモリカードのフラッシュメモ
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１４】実施の形態のメモリカードのディレクトリ構
造の説明図である。

【図１５】ＦＡＴ構造の説明図である。

【図１６】ＦＡＴによるクラスタ管理形態の説明図であ
る。

【図１７】ディレクトリの内容の説明図である。

【図１８】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１９】実施の形態の情報処理装置とメモリカードの
インターフェース構成の説明図である。

【図２０】実施の形態の予約領域の説明図である。

【図２１】実施の形態の生成された予約領域内の説明図
である。

【図２２】実施の形態のファイルが記録された予約領域
内の説明図である。

【図２３】実施の形態の予約領域の生成処理のフローチ
ャートである。

【図２４】実施の形態の予約領域への記録処理のフロー
チャートである。

【図２５】実施の形態の予約領域からの再生処理のフロ
ーチャートである。

【符号の説明】

１情報処理装置、２表示部、３ａ，３ｂ，３ｃ操
作子、４スピーカ、５マイクロホン、６撮像部、
７メモリスロット、８ＩＥＥＥ１３９４端子、９
ＵＳＢ端子、１０ヘッドホン端子、１１ライン入力
端子、１２ライン出力端子、２１システムコントロ
ーラ、２２ＣＰＵ、２３フラッシュＲＯＭ、２４
Ｄ−ＲＡＭ、２５ＵＳＢインターフェース、２６Ｉ
ＥＥＥ１３９４インターフェース、２７表示制御部、
２８メモリカードインターフェース、２９オーディ
オインターフェース、７０メモリカード

フロントページの続き (72)発明者田平武彦東京都品川区北品川６丁目７番35号ソニー株式会社内Ｆターム(参考） 5B082 BA01 CA03 EA04

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】第１のファイルシステムでデータファイ
ルが管理される記録媒体内に、物理的に連続した連続記
録空間を確保して、該連続記録空間の全体を上記第１の
ファイルシステムで管理されるようにすると共に、上記
連続記録空間内に第２のファイルシステムを配し、上記
連続記録空間内でのデータファイルの記録再生が、上記
第２のファイルシステムにより管理されるようにしたこ
とを特徴とするファイル管理方法。
【請求項２】上記第２のファイルシステムは、上記連
続記録空間に記録されるデータファイルについての先頭
位置情報を管理するとともに、上記連続記録空間に記録
されるデータファイルは、物理空間的に連続した領域に
所定の規則的処理によるデータ順序で記録されることを
特徴とする請求項１に記載のファイル管理方法。
【請求項３】第１のファイルシステムでデータファイ
ルが管理されるとともに、上記第１のファイルシステム
で管理される物理的に連続した連続記録空間内に第２の
ファイルシステムが配され、上記連続記録空間内でのデ
ータファイルの記録再生が、上記第２のファイルシステ
ムにより管理される記録媒体に対する記録又は再生装置
として、上記第１のファイルシステムから上記連続記録空間を判
別する判別手段と、上記連続記録空間において、上記第２のファイルシステ
ムに基づいてデータファイルの記録又は再生のためのア
クセスを行うアクセス手段と、を備えたことを特徴とする記録又は再生装置。
【請求項４】上記連続記録空間へのデータファイルの
記録に際しては、上記連続記録空間内の物理空間的に連
続した領域に所定の規則的処理によるデータ順序で記録
を行うと共に、上記第２のファイルシステムにより、記
録したデータファイルについての先頭位置情報を管理さ
せるようにすることを特徴とする請求項３に記載の記録
又は再生装置。
【請求項５】上記第２のファイルシステムは、上記連
続記録空間に記録されるデータファイルについての先頭
位置情報を管理するとともに、上記連続記録空間に記録
されるデータファイルは、物理空間的に連続した領域に
所定の規則的処理によるデータ順序で記録されている場
合において、上記第２のファイルシステムからデータファイルの先頭
位置情報を判別し、その先頭位置情報で示される位置か
ら物理的に連続した領域からデータを読み出し、上記規
則的処理に対応した処理によりデータ再生を行うことを
特徴とする請求項３に記載の記録又は再生装置。