JP2002175211A - データ管理システムおよびデータ管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】セクタ毎に分割したデータをデータリンク情報
と共に、データ格納領域へ分散して格納することによ
り、データ格納領域をより有効に利用する。 【解決手段】データを格納可能な複数のブロックによっ
て構成され、かつブロックの単位でデータを消去可能と
するフラッシュメモリ部１００２に格納されるデータを
管理するデータ管理システム制御部１００５を備え、こ
のデータ管理システム制御部１００５は、論理的なデー
タ管理単位であるセクタにデータを分散させるためのデ
ータ間の順序関係を示すデータリンク情報を、不揮性半
導体記憶部に対して、セクタ毎に分散した各データと共
に格納するように制御し、データリンク情報として、セ
クタ毎に分散した各データ直前および直後のデータ格納
場所に関する情報を格納するように制御する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、不揮発性メモリを
データ記憶媒体として使用する情報処理装置およびその
拡張記憶装置、より具体的には、ハンドヘルドコンピュ
ータ、電子手帳、携帯電話およびメモリカードリーダな
どに使用されるデータリンク構造を持つデータ管理シス
テムおよび、これを用いたデータ管理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来から多くのパーソナルコンピュータ
におけるデータ記憶装置として、ハード磁気ディスクド
ライブが使用されている。このハード磁気ディスクドラ
イブの特徴および利点は、データの記憶が不揮発性であ
ること、データの読み出しと書き換えをセクタ単位(例
えば、５１２バイト)で行い、データの上書きが可能で
あることである。一方、このディスクドライブの欠点
は、物理的なサイズが大きいこと、相対的に消費電力が
大きいこと、振動や衝撃に弱いことである。

【０００３】このディスクドライブに対して、フラッシ
ュメモリからなる半導体メモリの利点は、小型で振動や
衝撃に強いこと、相対的に消費電力が著しく小さいこと
である。一方、フラッシュメモリからなる半導体メモリ
の欠点は、データの読み出しと書き込みは、１バイト
(ワード)単位であること、データの書き換えには、一旦
データ消去動作(通常６４キロバイト)が必要で、データ
の上書きが不可能であること、ブロック消去回数が有限
(通常１０万回まで)であることである。

【０００４】フラッシュメモリは、電気的にデータの書
き込みと消去が可能であり、書き込まれたデータは、消
去(通常６４キロバイト）されるまでの間、不揮発性保
持される。この消去動作は、ブロック単位(通常６４キ
ロバイト)で行われ、ディスクドライブにおけるデータ
書き換え単位(例えば、５１２バイト）と比較した場
合、フラッシュメモリでは、著しく大きなデータ書き換
え単位となっている。

【０００５】なお、フラッシュメモリの消去動作とは、
通常フローティングゲートから電子を引き抜き、その結
果、メモリセルの閾値が低く（約３Ｖ以下）なることを
言う。また、フラッシュメモリの書き込み動作とは、通
常、フローティングゲートへ電子を注入し、その結果、
メモリセルの閾値が高く（約５.５Ｖ以上）なることを
言う。

【０００６】フラッシュメモリは、１バイト(ワード)の
書き込み時間が、約２０マイクロ秒程度であるのに対し
て、消去時間(通常６４キロバイト)が、約１秒程度と著
しく遅く、消去の保証回数が有限（通常１０万回まで）
であるという欠点がある。このため、１セクタ(例えば
５１２バイト）のデータ書き換え毎に、消去動作（通常
５４キロバイト)が行われる場合、データ書き換え時間
(消去時間と書き込み時間の和）として、１秒以上要す
ることになり、このディスクドライブのデータ書き換え
時間と比較して、著しく遅いものとなっている。

【０００７】動作時間の長いデータ消去をなるべく行わ
ず、効率良くデータを管理するための仕組み、つまりフ
ラッシュメモリに対応したファイルシステムに関する技
術として、例えば、特開平６−２０２８２１号公報や、
特開平９−９７１３９号公報が提案されている。

【０００８】特開平６−２０２８２１号公報では、複数
のフラッシュメモリを用いて固体メモリディスクを実現
するために、各フラッシュメモリの消去ブロックは、デ
ータのセクタを記憶するデータスペース、およびブロッ
ク・セクタ変換テーブルとを含む。このブロック・セク
タ変換テーブルは、ブロックのデータスペースに記憶さ
れている各データのセクタを、セクタ番号によって識別
する方法を取っている。

【０００９】また、特開平９−９７１３９号公報では、
フラッシュメモリを用いてファイルシステムを実現する
ため、データ領域と、このデータ領域に対応する管理領
域とで構成される複数の記憶ブロックを、フラッシュメ
モリに形成し、各記憶ブロックにおいて、データ領域の
記憶状態を示す状態情報を管理領域へ格納し、この状態
情報に基づいてデータ領域へのアクセスを管理する手段
と、指定された記憶ブロックについて、この記憶ブロッ
クの管理領域に格納されている状態情報を、データ領域
が無効であることを示す情報に更新することにより、こ
のデータ領域を廃棄する手段とを備えている。

【００１０】また、データのリンク構造に関する技術と
して、例えば、特開平１−２５１２３０号公報や、特開
平７−４４４５１号公報が提案されている。ここで、デ
ータのリンク構造とは、主にデータの配列順序のような
記憶媒体上に分散されたデータ間の格納場所に関する情
報を、そのデータ自体が持つ構造であり、各データが論
理的にチェーン状に関連付けられる構造である。以下、
このデータ間の格納場所に関する情報をデータリンク情
報という。

【００１１】特開平１−２５１２３０号公報には、デー
タを複数のブロックに分割して格納し、各ブロックに
は、前のブロックを指す前方リンク情報、および後のブ
ロックを指す後方リンク情報を格納する手段と、最初の
ブロックの前方リンク情報は、最後のブロックを指すよ
うに制御し、最後のブロックの後方リンク情報は、最初
のブロックを指すように制御する手段とを備えたプログ
ラム変換システムが記載されている。

【００１２】また、特開平７−４４４５１号公報には、
複数のデータ記憶領域それぞれに対してデータと共にそ
の前後のデータの格納アドレスデータを記憶するデータ
記憶手段と、この格納アドレスデータに従った順序で順
次読み出す第１の読み出し手段と、次のデータの格納ア
ドレスが不良となり、次のデータが読み出せなくなった
場合には、記憶されているデータを予め定められた順に
読み出して表示する第２の読み出し手段とを備えたデー
タ記憶装置が記載されている。

【００１３】以下、図１３〜図１６を用いて、データ管
理の仕組みについて詳細に説明する。

【００１４】物理的なデータ消去単位(消去ブロックと
いう。例えば６４キロバイト；図１３の外枠実線部内）
に対して、十分に小さい仮想的なデータ消去単位でデー
タ管理を行う場合、通常は、消去ブロック(６４キロバ
イト)を、仮想的に分割(セクタという。例えば５１２バ
イト；図１３の各点線部内)する。

【００１５】このセクタには、データだけでなく、書き
込んだデータを識別するためのアドレス番号、および書
き込み状態(「データ有効」、「データ無効」および
「未使用」の３種類）を示すフラグなどを格納する(図
１４)。

【００１６】データの書き込みは、セクタ単位で行い、
書き込み状態を示すフラグを、「未使用」から「データ
有効」へ更新する。データの書き換え（更新）またはデ
ータの削除は、更新前のデータまたは削除するデータに
対して、物理的な消去動作を実際に行わず、セクタのフ
ラグだけを、「データ有効」から「データ無効」へ更新
するのみで、データ全体の有効／無効を表現することが
できる（図１５）。

【００１７】上記データの書き換えを複数回行うと、同
一のアドレス番号を有する論理セクタ（前述のアドレス
番号や状態情報で管理されるセクタ）は、複数存在する
可能性がある。しかし、このとき、データ有効を示すフ
ラグを有する論理セクタは、常に１個である。データの
読み出しでは、アドレス番号、および有効フラグを条件
に、論理セクタを順次検索して、最新のデータを特定す
ればよい。

【００１８】データの書き換えは、実際は、未使用セク
タヘの書き込みであり、元のデータは、見かけ上削除
(フラグが無効化)されているが、物理的にはメモリ領域
に存在している。消去ブロックの容量を全て使用後、更
にデータの書き込み/更新を行うためには、消去ブロッ
クに対して無効なデータが格納されているセクタを利用
可能な状態に再生するための消去動作が必要となる。こ
の消去動作を、再構築(リクレイム）と呼ぶ。

【００１９】この再構築を行うためには、予め予備の消
去ブロックを、１個用意しておく必要がある。再構築で
は、予備の消去ブロックヘ、フラグが有効であるセクタ
のみをセクタ毎に複写し(図１６）、複写元の消去ブロ
ック(図１６の上側図の消去ブロック）の内容を消去す
る。このとき、データの再配置(図１６の下側図）を行
うことで、未使用セクタをひとかたまりにすることがで
きる。予備の消去ブロックは、データ管理に使用する消
去ブロックの個数に関わらず、１個確保すればよいが、
必ず他の消去ブロックと同じ物理容量でなければならな
いという制約がある。

【００２０】図１７は、従来のデータ格納状態を説明す
る図である。図１７に示すように、各データには、シス
テム内において唯一なＩＤ(Identification）番号、
「データ有効」または「データ無効」を表す状態情報、
およびデータサイズのなどの格納データに関する情報
(ヘッダ情報)、それに続いてデータ本体を、物理的に連
続したアドレス領域に格納する。

【００２１】図１８は、従来のデータ格納状態に関する
別の例を説明する図である。図１８に示すように、各デ
ータには、システム内において唯一なＩＤ番号、「デー
タ有効」または「データ無効」を表す状態情報、データ
サイズ、およびデータ本体を格納する先頭アドレス（リ
ンク情報）の格納データに関する情報(ヘッダ情報)を格
納する。データ本体は、ヘッダ情報を格納したアドレス
領域とは物理的に連続していない。つまり、データ本体
は、上記ヘッダ情報に格納した先頭アドレスから物理的
に連続したアドレス領域に格納する。この格納方法で
は、ヘッダ情報とデータ本体を分離して、各データのヘ
ッダ領域のみをまとめて管理するため、目的のデータを
検索(ＩＤ番号を検索）する領域が小さくなり、データ
読み出し時においてデータ処理が高速化されるという利
点がある。

【００２２】以下、図１９〜図２９を用いて、従来のデ
ータ管理手法について詳細に説明する。

【００２３】図１９は、本発明者の一人が以前に発明
し、特願平１１−２５４９７３号公報に開示されている
従来のフラッシュメモリを用いたファイルシステムの構
成を示すブロック図である。図１９において、フラッシ
ュメモリファイルシステム１は、ファイルシステム制御
部２と、ファイルシステムメモリ部３と、フラッシュメ
モリ制御部４と、フラッシュメモリ部５と、アプリケー
ションまたはオペレーティングシステム（ＯＳ）６とを
有している。

【００２４】ファイルシステム制御部２は、ファイルシ
ステム１の処理を制御するものである。

【００２５】ファイルシステムメモリ部３は、ファイル
システム１が用いるデータ管理情報を格納するために使
用するものである。

【００２６】フラッシュメモリ制御部４は、フラッシュ
メモリ部５へのデータ処理（例えばデータ書き込み処理
やデータ読み出し処理など）を制御するものである。

【００２７】フラッシュメモリ部５は、データを記憶す
るための記憶手段である。

【００２８】アプリケーションまたはオペレーティング
システム（ＯＳ）６は、ファイルシステム１ヘデータの
処理を依頼するためのプログラムである。

【００２９】図２０は、図１９におけるフラッシュメモ
リ部５に格納されているデータの構成図である。図２０
に示すように、フラッシュメモリ部５の各消去ブロック
５１は、データの取り扱い単位である複数の物理セクタ
５２に分割されて配置されており、各消去ブロック５１
内で一意の物理セクタ番号を有する。各消去ブロック５
１のサイズが６４キロバイトで、各物理セクタ５２のサ
イズが５１２バイトである場合、各消去ブロック５１に
は１２８個の物理セクタ５２が存在することになる。即
ち、例えば物理ブロック♯０には、制御情報領域のブロ
ックコントロールセクタ５２ａと、データ領域の物理セ
クタ♯１〜♯１２７が存在する。

【００３０】ここで、フラッシュメモリ部５内の複数の
消去ブロック５１のうち、任意の１個の消去ブロック５
１をファイルシステム１の再構築用に用いられるデータ
未書き込みの予備消去ブロックとして予め確保しておく
と共に、各消去ブロック５１の先頭の物理セクタ５２
を、それぞれの消去ブロック５１の制御情報を格納する
ブロックコントロールセクタ５２ａ(物理セクタ♯０に
割り当てる)として予め確保しておく。

【００３１】消去ブロック５１において、ブロックコン
トロールセクタ５２ａには、先頭から消去ブロック５１
の状態情報としての２バイト、セクタ♯１の物理セクタ
５２の状態情報としての２バイト、セクタ♯２からセク
タ♯１２７の各物理セクタ５２の状態情報としてのそれ
ぞれ２バイトが順次配列され、よって、２バイト×１２
８個＝２５６バイトの情報を有している。

【００３２】消去ブロック５１の状態情報は、各物理ブ
ロック(サイズが６４Ｋバイト)に対し、ファイルシステ
ム制御部２が割り当てを行う０〜２５５の論理ブロック
番号、および５種類のブロック状態の何れかを表すデー
タからなる。５種類のブロック状態とは、（1）「未使
用」を表す１１１１１１１１ｂ(ｂは２進数を表す。以
下同様）、(２）「データ転送中」を表す１１１１１１
１０ｂ、(３)「元ブロック消去中」を表す１１１１１１
００ｂ、(４)「データ有」を表す１１１１１０００ｂ、
(５)「ブロックフル」を表す１１１１００００ｂであ
る。

【００３３】消去ブロック５１の各物理セクタ５２の状
態情報は、消去ブロック５１の状態情報と同様に、ファ
イルシステム制御部２が割り当てを行う０〜４０９５の
システム内で一意の論理セクタ番号（１２ビット）、お
よび５種類のセクタ状態（４ビット）の何れかを表すデ
ータからなる。５種類のセクタ状態とは、(Ｉ)「未使
用」を表す１１１１ｂ、(ＩＩ)「データ書き込み中」を
表す１１１０ｂ、（ＩＩＩ）「データ書き込み完了」を
表す１１００ｂ、（ＩＶ）「データ有効」を表す１００
０ｂ、（Ｖ）「データ無効」を表す００００ｂである。

【００３４】図２１は、図１９におけるファイルシステ
ムメモリ部３に格納されている各消去ブロック５１に関
するデータの構成図(以下、ブロック情報表１０とい
う）である。図２１において、物理ブロック番号、論理
ブロック番号およびブロック状態を一つの情報単位とし
ており、例えば、物理ブロック番号＝０、論理ブロック
番号＝０、ブロック状態＝データ有となっている消去ブ
ロック５１が存在し、また、物理ブロック番号＝１、論
理ブロック番号＝１、ブロック状態＝ブロックフル（ま
たはデータフル）となっている消去ブロック５１などが
存在していることを示している。

【００３５】図２２は、図１９におけるファイルシステ
ムメモリ部３に格納されている各物理セクタ５２に関す
るデータの構成図(以下、セクタ情報表１１という)であ
る。

【００３６】図２２において、物理ブロック番号、物理
セクタ番号、論理セクタ番号およびセクタ状態を一つの
情報単位としており、例えば、物理ブロック番号＝０、
物理セクタ番号＝１、論理セクタ番号＝１００、セクタ
状態＝データ有効となっている物理セクタ５２が存在
し、また、物理ブロック番号＝０、物理セクタ番号＝
２、論理セクタ番号＝１０、セクタ状態＝データ無効と
なっている物理セクタ５２などが存在することを示して
いる。

【００３７】図２３は、図１９におけるファイルシステ
ムメモリ部３にデータが格納されている消去ブロック５
１毎に、各物理セクタ５２の数をそれぞれのセクタ状態
に応じて整理したデータの構成図(以下、セクタ情報表
１２という)である。

【００３８】図２３において、物理ブロック番号、未使
用セクタ数、データ有効セクタ数、およびデータ無効セ
クタ数を一つの情報単位としており、例えば、物理ブロ
ック番号＝０、未使用セクタ数＝１００、データ有効セ
クタ数＝２０、データ無効セクタ数＝７となっている消
去ブロック５１が存在し、また、物理ブロック番号＝
１、未使用セクタ数＝０、データ有効セクタ数＝５０、
データ無効セクタ数＝７７となっている消去ブロック５
１などが存在することを示している。

【００３９】図２１のブロック情報表１０、図２２のセ
クタ情報表１１、および図２３のセクタ情報表１２は、
ファイルシステム１が起動する段階において、ファイル
システム制御部２がフラッシュメモリ制御部４を介して
フラッシュメモリ部５から各消去ブロック５１のブロッ
クコントロールセクタ５２ａを読み出すことによってそ
れぞれ作成される。

【００４０】これらのブロック情報表１０、セクタ情報
表１１およびセクタ情報表１２を作成しない場合におい
ても、これらの表が各消去ブロック５１のブロックコン
トロールセクタ５２ａに格納されているため、ファイル
システム１を使用することは可能である。しかし、ファ
イルシステムメモリ部３を例えばＲＡＭで構成すると、
動作速度がフラッシュメモリ部５より高速なため、ファ
イルシステムメモリ部３にブロック情報表１０、セクタ
情報表１１およびセクタ情報表１２を作成しておく方
が、フラッシュメモリ部５の内部状態やデータの格納場
所を高速に把握することができる。また、フラッシュメ
モリ部５とのデータのやり取りが減るので、ファイルシ
ステムメモリ部３を利用した方が、ファイルシステム１
の動作速度を高速にする上で非常に有効である。 （データの読み出し処理）図２４は、従来技術における
フラッシュメモリ部５に格納されたデータの読み出し処
理に関するフローチャートである。

【００４１】図２４に示すように、まず、アプリケーシ
ョンまたはオペレーティングシステム６において、フラ
ッシュメモリ部５からのデータの読み出し要求が発生し
た場合、この読み出し要求と共に論理セクタ番号がアプ
リケーションまたはオペレーティングシステム６からフ
ァイルシステム制御部２に与えられる。

【００４２】ファイルシステム制御部２は、ファイルシ
ステムメモリ部３内のセクタ情報表１１をアクセスし
て、与えられた論理セクタ番号を検索し、この論理セク
タ番号に対応するセクタ状態が「データ有効」となって
いることを確認し、この論理セクタ番号に対応する物理
セクタ番号を取得し、この物理セクタ番号をフラッシュ
メモリ制御部４に与える(ステップ１２１）。

【００４３】次に、フラッシュメモリ制御部４は、この
物理セクタ番号に基いてフラッシュメモリ部５をアクセ
スし、この物理セクタ番号に該当する物理的な格納場所
のセクタ読み出しを行い、読み出したデータをファイル
システム制御部２に与える(ステップ１２２）。

【００４４】さらに、読み出すべき残りのデータがある
場合は、ステップ１２１へ戻り(ステップ１２３；ＹＥ
Ｓ)、読み出すべき残りのデータがない場合は、データ
の読み出し処理を終了する(ステップ１２３；ＮＯ)。 （データの書き込み処理）図２５〜図２７は、従来技術
におけるフラッシュメモリ部５へのデータの書き込み処
理に関するフローチャートである。

【００４５】図２５に示すように、まず、アプリケーシ
ョンまたはオペレーティングシステム６において、フラ
ッシュメモリ部５へのデータの書き込み要求が発生した
場合、この書き込み要求と共に論理セクタ番号、および
書き込むべきデータが、アプリケーションまたはオペレ
ーティングシステム６からファイルシステム制御部２に
与えられる。

【００４６】ファイルシステム制御部２は、ファイルシ
ステムメモリ部３内のセクタ情報表１２をアクセスし
て、未使用セクタ数が最も多い物理ブロック番号(書き
込み可能な消去ブロック５１を示す)を取得する(ステッ
プ１３１）と共に、取得できたかどうかの確認も行う
(ステップ１３２）。この物理ブロック番号が取得でき
なかった場合(ステップ１３２；ＮＯ）は、書き込み可
能な消去ブロック５１を確保するために、後述するファ
イルシステム１の再構築を行う(ステップ１３３)。

【００４７】また、未使用セクタ数が最も多い物理ブロ
ック番号を取得できれば(ステップ１３２；ＹＥＳ)、フ
ァイルシステム制御部２は、セクタ情報表１１をアクセ
スして、ステップ１３１またはステップ１３３において
取得した物理ブロック番号に対応する各物理セクタ番号
のうちからセクタ状態が「未使用」となっている物理セ
クタ番号を取得し、さらにセクタ情報表１２をアクセス
して、この物理ブロック番号に対応する未使用セクタ数
を−1とし、データ有効セクタ数を＋1とする(ステップ
１３４)。

【００４８】この後、ファイルシステム制御部２は、ブ
ロック情報表１０をアクセスして、ステップ１３１また
はステップ１３３において取得した物理ブロック番号に
対応するブロック状態が「未使用」であるかどうかの確
認を行い(ステップ１３５)、ブロック状態が「未使用」
であれば(ステップ１３５；ＹＥＳ)、フラッシュメモリ
制御部４を通じてフラッシュメモリ部５をアクセスし、
その物理ブロック番号に対応する消去ブロック５１のブ
ロックコントロールセクタ５２ａの論理ブロック番号
を、この物理ブロック番号に更新し、ブロックコントロ
ールセクタ５２ａのブロック状態を「未使用」から「デ
ータ有」へ更新する。同様に、ブロック情報表１０をア
クセスし、ステップ１３１またはステップ１３３におい
て取得した物理ブロック番号に対応する論理ブロック番
号を、この物理ブロック番号に更新し、ブロック状態を
「未使用」から「データ有」へ更新し(ステップ１３
６）、次のステップ１３７に移る。ブロック状態が「未
使用」でなければ(ステップ１３５；ＮＯ）、ステップ
１３６をジャンプして図２６のステップ１３７に移る。

【００４９】次に、図２６に示すように、ファイルシス
テム制御部２は、セクタ状態表１２をアクセスし、ステ
ップ１３１またはステップ１３３において取得した物理
ブロック番号に対応する未使用セクタ数が０かどうかの
確認を行い(ステップ１３７）、未使用セクタ数が０で
あれば(ステップ１３７；ＹＥＳ）、フラッシュメモリ
制御部４を通じてフラッシュメモリ部５をアクセスし、
その物理ブロック番号に対応する消去ブロック５１のブ
ロックコントロールセクタ５２ａのブロック状態を「デ
ータ有」から「ブロックフル」へ更新する。同様に、ブ
ロック情報表１０をアクセスし、ステップ１３１または
ステップ１３３において取得した物理ブロック番号に対
応するブロック状態も「データ有」から「ブロックフ
ル」へ更新する(ステップ１３８）。

【００５０】さらに、ファイルシステム制御部２は、フ
ラッシュメモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５
をアクセスし、ステップ１３１またはステップ１３３に
おいて取得した物理ブロック番号、並びにステップ１３
４において取得した物理セタ番号に対応する消去ブロッ
ク５１のブロックコントロールセクタ５２ａの論理セク
タ番号に、ファイルシステム制御部２に与えられた論理
セクタ番号を書き込み、このセクタ５２のセクタ状態を
「未使用」から「データ書き込み中」へ更新する。同様
に、セクタ情報表１１をアクセスし、ステップ１３１ま
たはステップ１３３において取得した物理ブロック番号
並びにステップ１３４において取得した物理セクタ番号
に対応する論理セクタ番号を、ファイルシステム制御部
２に与えられた論理セクタ番号に更新し、セクタ状態を
「未使用」から「データ書き込み中」へ更新する(ステ
ップ１３９)。

【００５１】この後、ファイルシステム制御部２は、フ
ラッシュメモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５
をアクセスし、ステップ１３１またはステップ１３３に
おいて取得した物理ブロック番号並びにステップ１３４
において取得した物理セクタ番号に対応するセクタ５２
に、ファイルシステム制御部２に与えられたデータを書
き込む(ステップ１４０)。

【００５２】ファイルシステム制御部２は、フラッシュ
メモリ部５内のセクタ５２への書き込み終了後、ステッ
プ１３１またはステップ１３３において取得した物理ブ
ロック番号並びにステップ１３４において取得した物理
セクタ番号に対応する消去ブロック５１のブロックコン
トロールセクタ５２ａのセクタ状態を「データ書き込み
中」から［データ書き込み完了」へ更新する。同様に、
セクタ情報表１１をアクセスし、ステップ１３１または
ステップ１３３において取得した物理ブロック番号並び
にステップ１３４において取得した物理セクタ番号に対
応するセクタ状態を「データ書き込み中」から「データ
書き込み完了」へ更新する(ステップ１４１)。

【００５３】ファイルシステム制御部２は、フラッシュ
メモリ部５内のセクタ５２に書き込んだデータが、既に
フラッシュメモリ部５に書き込まれていたデータの更新
データであるかどうかの確認を行う(ステップ１４
２）。

【００５４】既存データの更新であれば(ステップ１４
２；ＹＥＳ)、図２７に示すように、ファイルシステム
制御部２は、セクタ情報表１１をアクセスして、ステッ
プ１４０において書き込みを実行したセクタ５２の論理
セクタ番号と同じ論理セクタ番号を有し、かつステップ
１４０において書き込みを実行したセクタ５２の物理セ
クタ番号とは異なる他のセクタ５２の物理ブロック番
号、および物理セクタ番号、つまり既存のデータが格納
されたセクタ５２の物理ブロック番号、および物理セク
タ番号を取得する(ステップ１４３)。

【００５５】ファイルシステム制御部２は、フラッシュ
メモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５をアクセ
スし、これらの物理ブロック番号並びに物理セクタ番号
に対応する消去ブロック５１のブロックコントロールセ
クタ５２ａのセクタ状態を「データ有効」から「データ
無効」へ更新する。同様に、セクタ情報表１１をアクセ
スし、これらの物理ブロック番号並びに物理セクタ番号
に対応するセクタ状態を「データ有効」から「データ無
効」へ更新する。さらに、セクタ情報表１２をアクセス
し、この物理ブロック番号に対応するデータ有効セクタ
数を−1とし、データ無効セクタ数を＋1とする(ステッ
プ１４４)。

【００５６】この後、ファイルシステム制御部２は、フ
ラッシュメモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５
をアクセスし、ステップ１４３において取得した物理ブ
ロック番号並びに物理セクタ番号に対応する消去ブロッ
ク５１のブロックコントロールセクタ５２ａのセクタ状
態を「データ書き込み完了」から「データ有効」へ更新
する。同様に、セクタ情報表１１をアクセスし、これら
の物理ブロック番号並びに物理セクタ番号に対応するセ
クタ状態も「データ書き込み完了」から「データ有効」
へ更新する(ステップ１４５)。

【００５７】引き続いて、ファイルシステム制御部２
は、書き込みデータがまだ残っているかどうかの確認を
行い（ステップ１４６)、書き込みデータがまだ残って
いる場合(ステップ１４６；ＹＥＳ)は、ステップ１３１
へ戻り、書き込みデータがなくなれば(ステップ１４
６；ＮＯ)、このデータの書き込み処理を終了する。 （再構築処理）図２８および図２９は、図２５のファイ
ルシステム１の再構築処理（ステップ１３３）に関する
フローチャートである。

【００５８】図２８に示すように、まず、ファイルシス
テム制御部２は、前述したステップ１３２でＮＯの場合
に、セクタ情報表１２をアクセスし、データ無効セクタ
数が最も多い物理ブロック番号を取得し、さらに、ブロ
ック情報表１０をアクセスし、取得した物理ブロック番
号に対応する論理ブロック番号を取得する(ステップ１
５１）。

【００５９】ファイルシステム制御部２は、フラッシュ
メモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５をアクセ
スし、ファイルシステム１の再構築処理用に予め未使用
状態で確保しておいた予備消去ブロック５１のブロック
コントロールセクタ５２ａの論理ブロック番号を、ステ
ップ１５１において取得した論理ブロック番号へ更新
し、このブロックコントロールセクタ５２ａのブロック
状態を「未使用」から「データ転送中」へ更新する。同
様に、ブロック情報表１０をアクセスし、予備消去ブロ
ック５１の論理ブロック番号を、ステップ１５１におい
て取得した論理ブロック番号へ更新し、ブロック状態を
「未使用」から「データ転送中」へ更新する(ステップ
１５２)。

【００６０】次に、ファイルシステム制御部２は、デー
タを、ステップ１５１において取得した物理ブロック番
号の消去ブロック５１から予備消去ブロック５１へ効率
良くコピーするために、セクタ情報表１１をアクセス
し、ステップ１５１において取得した物理ブロック番号
に対応する各物理セクタ番号のうちから、セクタ状態が
「データ有効」である物理セクタ番号を検索して取得す
る(ステップ１５３)。

【００６１】セクタ状態が「データ有効」のセクタ５２
があれば(ステップ１５４；ＹＥＳ)、ファイルシステム
制御部２は、フラッシュメモリ制御部４を通じてフラッ
シュメモリ部５をアクセスし、ステップ１５１において
取得した物理ブロック番号並びにステップ１５３におい
て取得した物理セクタ番号に対応する消去ブロック５１
のブロックコントロールセクタ５２ａのセクタ状態「デ
ータ有効」を予備消去ブロック５１の同じ物理セクタ番
号に対応するブロックコントロールセクタ５２ａのセク
タ状態にコピーする。同様に、ファイルシステム制御部
２は、セクタ情報表１１をアクセスし、ステップ１５１
において取得した物理ブロック番号並びにステップ１５
３において取得した物理セクタ番号のセクタ状態「デー
タ有効」を、予備消去ブロック５１の同じ物理セクタ番
号のセクタ状態にコピーする。同時に、ファイルシステ
ム制御部２は、フラッシュメモリ制御部４を通じてフラ
ッシュメモリ部５をアクセスし、ステップ１５１におい
て取得した物理ブロック番号並びにステップ１５３にお
いて取得した物理セクタ番号に対応する消去ブロック５
１のセクタ５２から予備消去ブロック５１の同じ物理セ
クタ番号のセクタ５２ヘデータをコピーする(ステップ
１５５)。

【００６２】ファイルシステム制御部２は、ステップ１
５１において取得した物理ブロック番号の消去ブロック
５１に、未処理のセクタ５２があるかどうか確認を行う
(ステップ１５６)。未処理のセクタ５２がある場合(ス
テップ１５６；ＹＥＳ)は、ステップ１５３へ戻る。未
処理のセクタ５２がない場合(ステップ１５６；ＮＯ)
は、データがコピー完了する。

【００６３】この後、図２９に示すように、ファイルシ
ステム制御部２は、セクタ情報表１２をアクセスし、ス
テップ１５１において取得した物理ブロック番号に対応
するデータ有効セクタ数を、予備消去ブロック５１のデ
ータ有効セクタ数ヘコピーし、また、データ無効セクタ
数を０とし、データ有効セクタ数とデータ無効セクタ数
と未使用セクタ数の和が総セクタ数(１２７)となるよう
に、未使用セクタ数を計算して設定する(ステップ１５
７)。

【００６４】次に、ファイルシステム制御部２は、フラ
ッシュメモリ制御部４を通じてフラッシュメモリ部５を
アクセスし、予備消去ブロック５１のブロックコントロ
ールセクタ５２ａのブロック状態を「データ転送中」か
ら「元ブロック消去中」へ更新する(ステップ１５８)。

【００６５】さらに、ステップ１５１において取得した
物理ブロック番号の消去ブロック５１のデータを消去す
る(ステップ１５９）。さらに、予備消去ブロック５１
のブロックコントロールセクタ５２ａのブロック状態を
「元ブロック消去中」から「データ有」へ更新する。

【００６６】同様に、ファイルシステム制御部２は、ブ
ロック情報表１０をアクセスし、予備消去ブロック５１
のブロック状態を「データ転送中」から「元ブロック消
去中」へ更新し(ステップ１５８）、ステップ１５９の
データ消去を経た後に、予備消去ブロック５１のブロッ
ク状態を「元ブロック消去中」から「データ有」へ更新
する。

【００６７】これによって、ステップ１５１において取
得した物理ブロック番号の消去ブロック５１、つまりデ
ータを消去した消去ブロック５１が、新しい予備消去ブ
ロック５１として確保される(ステップ１６０)。

【００６８】ここで、ステップ１５９において，データ
を消去した消去ブロック５１のブロックコントロールセ
クタ５２ａのブロック状態は、データ消去により自動的
に「データ有」または「データフル」から「未使用」と
なる。また、ブロック情報表１０およびセクタ情報表１
１，１２では、ステップ１５９においてデータを消去し
た消去ブロック５１が予備消去ブロック５１となり、フ
ラッシュメモリ部５へのデータの書き込みにおいて予備
消去ブロック５１が参照されることはないため、この予
備消去ブロック５１の物理ブロック番号に対応する項目
の更新は不要である。

【００６９】

【発明が解決しようとする課題】上記従来のデータ管理
システムでは、一連のデータを消去ブロック(サイズは
一般に６４Ｋバイトまたは８Ｋバイト）内の連続した空
きアドレス領域に格納する場合に、これを複数の消去ブ
ロックに亘って格納することができない場合があった。
例えば、５Ｋバイトのデータを格納する際に、各消去ブ
ロックの空きサイズが５Ｋバイト未満である場合、各消
去ブロックの物理的に連続しない空きサイズを合計する
と５Ｋバイト以上の空き領域があったとしても、データ
を格納できなかった。また、消去ブロックサイズが６４
Ｋバイトである場合、これ以上のサイズのデータは格納
することができなかった。

【００７０】これに対して、消去ブロックサイズより大
きいデータを複数の消去ブロックに分散して格納する方
法として、各データに対して、一つ前および一つ後のデ
ータ格納場所に関する情報をリンク情報として付加し、
このリンク情報を順に仙っていくことにより、消去ブロ
ックサイズよりも大きいデータを複数の消去ブロックに
亘って格納する。この場合、データの取扱い単位として
ブロックを用いると、ブロックのサイズに比較して小さ
なデータを多く扱う場合には、格納されるデータが存在
しない無駄な空き領域がブロック内に大量に発生し、記
憶領域の利用効率が著しく低下する。このため、フラッ
シュメモリを、このディスクドライブの代替として用い
るためには、上記フラッシュメモリの欠点を踏まえ、か
つデータの取り扱い単位を、このディスクドライブ程度
(数百バイト）に小さくする必要がある。

【００７１】本発明は、上記従来の問題を解決するもの
で、セクタ毎に分割したデータをデータリンク情報と共
に、データ格納領域へセクタ毎に分散して格納すること
により、データ格納領域をより有効に利用することがで
きるデータ管理システムおよびデータ管理方法を提供す
ることを目的とする。

【００７２】

【課題を解決するための手段】本発明のデータ管理シス
テムは、データを格納可能な複数のブロックによって構
成され、かつ該ブロックの単位でデータを消去可能とす
る不揮発性半導体記憶部と、この不揮発性半導体記憶部
の記憶動作を制御する記憶制御部と、不揮発性半導体記
憶部に格納されるデータを処理するデータ管理システム
制御部と、このデータ管理システム制御部が参照する管
理データを格納するデータ管理システムメモリ部とを備
え、データ管理システム制御部は、論理的なデータ管理
単位であるセクタ毎にデータを分割し、この分割したデ
ータ間の順序関係を示すデータリンク情報を、セクタ毎
に分散した各データと共に、該記憶制御部を介して不揮
性半導体記憶部に格納し、データリンク情報として、セ
クタ毎に分散した各データ直前および直後のデータ格納
場所に関する情報を格納することによりデータを管理す
るものであり、そのことにより上記目的が達成される。
また、本発明のデータ管理方法は、論理的なデータ管理
単位であるセクタにデータを分散させるためのデータ間
の順序関係を示すと共に、セクタ毎に分散した各データ
直前および直後のデータ格納場所に関する情報を持つデ
ータリンク情報を、不揮性半導体記憶部に対して、セク
タ毎に分散した各データと共に格納するステップを有す
るものであり、そのことにより上記目的が達成される。

【００７３】この構成により、格納するデータを一定の
小さなサイズに切り分け、それぞれに現在の分散データ
に対する一つ前及び一つ後のデータ格納場所に関する情
報を有するデータリンク情報を付加して相互に関連付け
ることによって、物理的に連続した空きアドレス領域の
制約を受けることなく、任意のサイズのデータをデータ
記憶領域全体に渡って効率的に格納することが可能とな
る。よって、空きアドレス領域が存在するにもかかわら
ず、データを格納することができないという従来の課題
を解決することが可能となる。

【００７４】また、好ましくは、本発明のデータ管理シ
ステムにおけるデータリンク情報は、データ管理システ
ム制御部が、ブロックに対して論理的な管理のために割
り当てる番号情報を有する。この番号情報は、好ましく
は、少なくとも論理ブロック番号および論理セクタ番号
を含む。

【００７５】この構成により、データのリンク情報とし
て、論理ブロック番号および論理セクタ番号のように論
理的な番号を用いることによって、データの物理的な位
置が変更された場合においても、記憶する番号を書き換
える必要がないという利点がある。

【００７６】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータリンク情報は、データ管理シス
テム制御部が、ブロックに対して物理的な管理のために
割り当てる番号情報を有する。この番号情報は、好まし
くは、少なくとも物理ブロック番号および物理セクタ番
号を含む。

【００７７】この構成により、データのリンク情報とし
て、物理ブロック番号および物理セクタ番号のように物
理的な番号を用いることによって、論理から物理への変
換が不要になるため、目的のデータを高速に特定するこ
とが可能となる。

【００７８】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータリンク情報は、分散したデータ
の先頭データ（セクタ）における、直前のデータ格納場
所に関する情報として全ビットがブロックを消去した時
のビット状態に等しいデータからなり、分散した最終デ
ータ（セクタ）における、直後のデータ格納場所に関す
る情報として全ビットがブロックを消去したときのビッ
ト状態に等しいデータからなる。

【００７９】この構成により、分散した先頭のデータに
対する直前のデータの格納場所、および分散した最後尾
のデータに対する直後のデータ格納場所に関する情報と
して全ビット１（ブロックを消去したときのビット状
態）であるデータを格納することにより、データの先頭
または最後尾であることの確認が容易になる。また、全
ビットが１であるデータは、消去状態であることから、
データの異常を発見しやすいという利点がある。

【００８０】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータリンク情報は、直前のデータ格
納場所に関する情報、および直後のデータ格納場所に関
する情報に対して誤り訂正を行うための誤り訂正符号を
更に有する。この誤り訂正符号は、好ましくは、ハミン
グコードである。

【００８１】この構成により、データのリンク情報とし
て、直前のデータ格納場所、及び直後のデータ格納場所
をハミングコードのような誤り訂正符号を用いて記憶す
るので、リンク情報は破壊に対して強い構造となる。

【００８２】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、不揮発
性半導体記憶部に格納されるデータを、アプリケーショ
ンプログラムまたはオペレーティングシステムなどのソ
フトウェアから与えられるＩＤ番号によって一意に識別
するべく、このＩＤ番号および、分散したデータの先頭
データ（セクタ）の対応関係を管理する。

【００８３】この構成により、データはＩＤ番号により
識別され、ＩＤ番号とデータを格納する先頭アドレスの
対応関係をＲＡＭ領域で管理するので、高速にデータ格
納場所の先頭アドレスを検索することが可能となる。

【００８４】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータリンク情報は、同一のデータリ
ンク情報を複数有する。

【００８５】この構成により、同一の内容を記憶した複
数のリンク情報(例えば、本来のリンク情報部分と、予
備のリンク情報部分)を持つので、データの読み出し時
において、一部のリンク情報に異常が発生しても、デー
タを正しく読み出すことが可能となる。

【００８６】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、アプリ
ケーションプログラムまたはオペレーティングシステム
などのソフトウェアから与えらるＩＤ番号から該当する
データの先頭データを検索し、先頭セクタに格納される
データリンク情報の直前のデータ格納場所に関する情報
について、その全ビットが前記ブロックを消去したとき
のビットの状態に等しいデータであるかどうかを比較す
る手段と、この比較結果が異なる場合、アプリケーショ
ンプログラムまたはオペレーテングシステムなどのソフ
トウエアに対し、データリンク情報に異常があることを
知らせる手段とを有する。また、好ましくは、本発明の
データ管理システムにおけるデータ管理システム制御部
は、アプリケーションプログラムまたはオペレーティン
グシステムなどのソフトウェアから与えられるＩＤ番号
から該当するデータの先頭データを検索し、先頭セクタ
から順番に各セクタに格納されるデータリンク情報の直
後のデータ格納場所に関する情報を辿ることで最後のセ
クタを参照した時、このセクタに格納されるデータリン
クの直後のデータ格納場所に関する情報について、その
全ビットがブロックを消去した時のビットの状態に等し
いデータであるかどうかを比較する手段と、この比較結
果が異なる場合、アプリケーションプログラムまたはオ
ペレーテングシステムなどのソフトウエアに対し、デー
タリンク情報に異常があることを知らせる手段とを有す
る。また、好ましくは、本発明のデータ管理方法におい
て、アプリケーションプログラムまたはオペレーティン
グシステムなどのソフトウェアから与えらるＩＤ番号か
ら該当するデータの先頭データを検索し、先頭セクタに
格納されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に
関する情報について、その全ビットがブロックを消去し
たときのビットの状態に等しいデータであるかどうかを
比較するステップと、この比較結果が異なる場合、アプ
リケーションプログラムまたはオペレーテングシステム
などのソフトウエアに対し、データリンク情報に異常が
あることを知らせるステップとを有する。また、好まし
くは、本発明のデータ管理方法において、アプリケーシ
ョンプログラムまたはオペレーティングシステムなどの
ソフトウェアから与えられるＩＤ番号から該当するデー
タの先頭データを検索し、先頭セクタから順番に各セク
タに格納されるデータリンク情報の直後のデータ格納場
所に関する情報を辿ることで最後のセクタを参照した
時、このセクタに格納されるデータリンクの直後のデー
タ格納場所に関する情報について、その全ビットがブロ
ックを消去した時のビットの状態に等しいデータである
かどうかを比較するステップと、この比較結果が異なる
場合、アプリケーションプログラムまたはオペレーテン
グシステムなどのソフトウエアに対し、データリンク情
報に異常があることを知らせるステップとを有する。

【００８７】この構成により、データの先頭セクタの直
前、または最後尾セクタの直後のデータ格納場所に関す
る情報が全ビット１であるかどうかを調べることによ
り、先頭または最後のセクタのデータリンク情報が正常
か否かが容易かつ正確に判断可能となる。

【００８８】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、データ
リンク情報を参照する際に、少なくとも分散した各デー
タについて、その直後のデータ格納場所に関する情報、
およびその情報から次に参照されるセクタに格納される
データリンク情報の直前のデータ格納場所に関する情報
の、双方に矛盾がないかどうかの確認を行う手段を有す
る。また、好ましくは、本発明のデータ管理方法におい
て、データリンク情報を参照する際に、少なくとも分散
した各データについて、その直後のデータ格納場所に関
する情報、およびその情報から次に参照されるセクタに
格納されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に
関する情報の、双方に矛盾がないかどうかの確認を行う
ステップを有する。

【００８９】この構成により、同一の内容を記憶した複
数のデータリンク情報(例えば、本来のリンク情報部分
と、予備のリンク情報部分）を持つ場合、少なくともデ
ータ読み出し時には、本来のリンク情報同士に矛盾がな
いかどうかの確認と、予備のリンク情報同士に矛盾がな
いかの確認とを行うため、リンク情報の異常が発見しや
すい。

【００９０】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、複数の
同一内容のデータリンク情報について、データリンク情
報を参照する際に、分散した各データについて、直後の
データ格納場所に関する情報、およびその情報から次に
参照されるセクタに格納されるデータリンク情報の直前
のデータ格納場所に関する情報の、双方に矛盾がない
か、データリンク情報の組み合わせ毎に全組み合わせの
確認を行う手段を有する。また、好ましくは、本発明の
データ管理方法において、複数の同一内容のデータリン
ク情報について、データリンク情報を参照する際に、分
散した各データについて、直後のデータ格納場所に関す
る情報、およびその情報から次に参照されるセクタに格
納されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に関
する情報の、双方に矛盾がないか、データリンク情報の
組み合わせ毎に全組み合わせの確認を行うステップを有
する。

【００９１】この構成により、同一の内容を格納した複
数のリンク情報(例えば、本来のリンク情報部分と、予
備のリンク情報部分）を持つ場合、少なくともデータ読
み出し時には、本来のリンク情報同士に矛盾がないかど
うかの確認と、予備のリンク情報同士に矛盾がないかど
うかの確認と、本来のリンク情報と予備のリンク情報間
に矛盾がないかどうかの確認を行うので、リンク情報の
破壊に対して強い構造となる。

【００９２】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、複数の
同一内容のデータリンク情報について、少なくともデー
タリンク情報を参照する際に、分散した各データについ
て、直後のデータ格納場所に関する情報、およびその情
報から次に参照されるセクタに格納されるデータリンク
情報の直前のデータ格納場所に関する情報の、双方に矛
盾がないか、データリンク情報の組み合わせの一つを用
いて確認を行い、矛盾がある場合は、組み合わせとは異
なる組み合わせの一つを用いて確認を行う手段を有す
る。また、好ましくは、本発明のデータ管理方法におい
て、複数の同一内容のデータリンク情報について、少な
くともデータリンク情報を参照する際に、分散した各デ
ータについて、直後のデータ格納場所に関する情報、お
よびその情報から次に参照されるセクタに格納されるデ
ータリンク情報の直前のデータ格納場所に関する情報
の、双方に矛盾がないか、データリンク情報の組み合わ
せの一つを用いて確認を行い、矛盾がある場合は、その
組み合わせとは異なる組み合わせの一つを用いて確認を
行うステップを有する。

【００９３】この構成により、複数のリンク情報を持つ
ので、幾つかのリンク情報に矛盾があっても、矛盾がな
いリンク情報を用いて、データの読み出しを行うこと
で、リンク情報の破壊に対して強い構造となる。

【００９４】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、データ
格納場所に関する情報に矛盾がないか確認を行うため
に、分散したあるデータのデータリンク情報に含まれる
その直後のデータ格納場所に関する情報から、直後のデ
ータを参照し、直後のセクタに格納されるデータリンク
情報に含まれる直前のデータの格納場所に関する情報
と、直後のデータの格納場所に関する情報とを比較する
手段を有する。また、好ましくは、本発明のデータ管理
方法において、データ格納場所に関する情報に矛盾がな
いか確認を行うために、分散したあるデータのデータリ
ンク情報に含まれるその直後のデータ格納場所に関する
情報から、直後のデータを参照し、直後のセクタに格納
されるデータリンク情報に含まれる直前のデータの格納
場所に関する情報と、直後のデータの格納場所に関する
情報とを比較するステップを有する。

【００９５】この構成により、データリンク情報に矛盾
があるかどうかの確認には、直前、直後のデータリンク
情報を互いに比較し合うことで容易に行える。

【００９６】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、データ
の格納場所に関する情報に矛盾がある場合、誤り訂正符
号を用いて正しい情報に訂正する手段を有する。また、
好ましくは、本発明のデータ管理方法において、データ
の格納場所に関する情報に矛盾がある場合、誤り訂正符
号を用いて正しい情報に訂正するステップを有する。

【００９７】この構成により、リンク情報に矛盾がある
場合、誤り訂正符号を用いれば正しいデータリンク情報
に訂正することが可能となる。

【００９８】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、前記複
数の同一内容のデータリンク情報について、内容に矛盾
がある場合は、矛盾がないデータリンク情報によって矛
盾があるデータの修復を行う手段を有する。また、好ま
しくは、本発明のデータ管理方法において、複数の同一
内容のデータリンク情報について、内容に矛盾がある場
合は、矛盾がないデータリンク情報によって矛盾がある
データの修復を行うステップを有する。

【００９９】この構成により、リンク情報に矛盾が発生
した場合、他の矛盾のないリンク情報が存在するので、
これを用いてリンク情報を修復することが可能であり、
システムの信頼性が向上する。

【０１００】さらに、好ましくは、本発明のデータ管理
システムにおけるデータ管理システム制御部は、複数の
同一内容のデータリンク情報について、内容の矛盾があ
る場合は、アプリケーションプログラムまたはオペレー
ティングシステムなどのソフトウエアヘ、その旨の通知
を行う手段を有する。また、好ましくは、本発明のデー
タ管理方法において、複数の同一内容のデータリンク情
報について、内容の矛盾がある場合は、アプリケーショ
ンプログラムまたはオペレーティングシステムなどのソ
フトウエアヘ、その旨の通知を行うステップを有する。

【０１０１】この構成により、リンク情報に矛盾が発生
した場合、アプリケーションにその旨のエラーメッセー
ジを返すことにより、アプリケーションがリンク情報の
異常を検知し、修復することが可能となる。

【０１０２】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態のデータ
管理装置および、これを用いたデータ管理方法について
図面を参照しながら説明する。

【０１０３】図１は本発明の一実施形態におけるデータ
管理装置の構成を示すブロック図である。図１におい
て、データ管理システム１００１は、データ格納用の不
揮発性半導体記憶部としてのフラッシュメモリ部１００
２と、データ管理用のデータ管理システムメモリ部１０
０３と、フラッシュメモリ部１００２の記憶動作を制御
する記憶制御部としてのフラッシュメモリ制御部１００
４と、データを管理すると共にデータ処理を制御するデ
ータ管理システム制御部１００５とを有している。この
データ管理システム１００１および、アプリケーション
またはオペレーテングシステム（ＯＳ）１００６により
データ管理装置１０００が構成されており、データ管理
装置１０００は、ソフトウエアのアプリケーションまた
はオペレーテングシステム（ＯＳ）１００６がデータ管
理システム１００１に対して各種データ処理（例えば読
み出し処理および書き込み処理など）を依頼するように
なっている。

【０１０４】フラッシュメモリ部１００２は、物理ブロ
ックのサイズ、または物理ブロック内に設けたセクタの
サイズが異なる複数のフラッシュメモリ部からなってい
る。このフラッシュメモリ部１００２の内部構成の一例
を図２に示している。

【０１０５】各消去ブロックは、図２に示すように、物
理ブロック番号０〜２３の番号情報が割り振られてい
る。物理ブロック番号０〜２３は、システムメモリアド
レス空間と一意に対応付けられている。そのため、物理
ブロック番号０〜２３が決定すると、対応するシステム
メモリアドレス（物理アドレス）が求まる。また、図２
の各消去ブロックには、初めてシステムを使用する際
に、暫定的に、重複しない論理ブロック番号も割り振ら
れる。例えば図２では、物理ブロック番号７の消去ブロ
ック１個が、再構築動作時に用いられるスペアブロック
(予備ブロック)として論理番号ＳＰに割り振られてい
る。物理ブロック番号０〜２３は、システムコンパイル
時に決定され、その後、変わることはない。論理ブロッ
ク番号は、再構築動作を行う度にスペアブロック(予備
ブロック)ＳＰと入れ替わる。

【０１０６】本発明のデータ構成について、従来例の説
明で用いた図２０を用いて更に説明する。

【０１０７】図２０は、図１におけるフラッシュメモリ
部１００２に格納されているデータ構成図の一例でもあ
る。図２０において、フラッシュメモリ部１００２の各
消去ブロック５１は、データの取り扱い単位である複数
の物理セクタ５２に分割されて配置されており、各消去
ブロック５１内で一意の物理セクタ番号を有する。各消
去ブロック５１のサイズが６４キロバイトで、各物理セ
クタ５２のサイズが５１２バイトであるとした場合、各
消去ブロック５１には１２８個の物理セクタ５２が存在
することになる。なお、このセクタサイズは、上記した
ように５１２バイトに限定されるわけではなく、この他
の例えば２５６バイトや１０２４バイトなどであって
も、本発明は適用可能であることは言うまでもないこと
である。

【０１０８】消去ブロック５１において、ブロックコン
トロールセクタ５２ａには、先頭から消去ブロック５１
の状態情報としての２バイト、セクタ♯１〜♯１２７の
各物理セクタ５２の状態情報としての各２バイトが順次
配列され、よってブロックコントロールセクタ５２ａの
物理的なサイズである５１２バイトのうち、２バイト×
１２８個＝２５６バイトの情報を有している。

【０１０９】消去ブロック５１の状態情報は、データ管
理システム制御部１００５が割り当てを行う０〜２５５
の論理ブロック番号、および５種類のブロック状態の何
れかを表すデータからなっている。この５種類のブロッ
ク状態とは、(１)「未使用」を表す１１１１１１１１ｂ
(ｂは２進数を表す。以下同様）、(２）「データ転送
中」を表す１１１１１１１０ｂ、(３）「元ブロック消
去中」を表す１１１１１１００ｂ、（４）［データ有」
を表す１１１１１０００ｂ、（５）「ブロックフル」を
表す１１１１００００ｂである。

【０１１０】消去ブロック５１の各物理セクタ５２の状
態情報は、消去ブロック５１の状態情報と同様に、デー
タ管理システム制御部１００５が割り当てを行う０〜４
０９５のシステム内で一意の論理セクタ番号、および５
種類のセクタ状態の何れかを表すデータからなってい
る。５種類のセクタ状態とは、（Ｉ)「未使用」を表す
１１１１ｂ、(ＩＩ）「データ書き込み中」を表す１１
１０ｂ、(ＩＩＩ）「データ書き込み完了」を表す１１
００ｂ、(ＩＶ)「データ有効」を表す１０００ｂ、(Ｖ)
「データ無効」を表す００００ｂである。

【０１１１】次に、データ管理システムメモリ部１００
３は、データ管理システム１００１の制御情報（管理デ
ータ）を格納するために使用するものである。この制御
情報（管理データ）として、例えば図３のＩＤ管理テー
ブル、図２１のブロック情報表１０、図２２のセクタ情
報表１１および図２３のセクタ情報表１２などがある。

【０１１２】図３は、ＩＤ管理テーブルの構成例を示す
図である。このＩＤ管理テーブルは、図３に示すよう
に、図１のフラッシュメモリ部１００２に格納されるデ
ータを一意に識別するためのＩＤ番号、複数ブロックに
亘って配置されたデータの先頭情報が格納された論理ブ
ロック番号、データの先頭情報が格納されたブロック内
の論理セクタ番号、およびデータサイズを情報の単位と
するデータによって構成されている。例えば図４には、
ＩＤ番号＝１０、サイズ＝２００バイトであるデータの
先頭情報が、論理ブロック番号＝２、論理セクタ番号＝
３に格納されている場合を示している。なお、他のテー
ブル構成例として、データサイズは、データの先頭にも
格納される情報であるため、テーブルサイズの削減、お
よびシステム起動時間を短縮するために、このデータサ
イズを(ＲＡＭ上にある)ＩＤ管理テーブルに格納しない
方法も考えられる。

【０１１３】また、ブロック情報表１０、セクタ情報表
１１，１２について、従来例の説明で用いた図２１〜図
２３を用いて更に説明する。

【０１１４】図２１は、図１におけるデータ管理システ
ムメモリ部１００３に格納されている各消去ブロック５
１に関する管理データの構成図(以下、ブロック情報表
１０という）でもある。図２１では、物理ブロック番
号、論理ブロック番号、およびブロック状態を一つの情
報単位としており、例えば、物理ブロック番号＝０、論
理ブロック番号＝０、ブロック状態＝データ有となって
いる消去ブロック５１が存在し、また、物理ブロック番
号＝１、論理ブロック番号＝１、ブロック状態＝ブロッ
クフルとなっている消去ブロック５１などが存在するこ
とを示している。

【０１１５】図２２は、図１におけるデータ管理システ
ムメモリ部１００３に格納されている各物理セクタ５２
に関する管理データの構成図(以下、セクタ情報表１１
という)でもある。図２２では、物理ブロック番号、物
理セクタ番号、論理セクタ番号およびセクタ状態を一つ
の情報単位としており、例えば、物理ブロック番号＝
０、物理セクタ番号＝１、論理セクタ番号＝１００、セ
クタ状態＝データ有効となっている物理セクタ５２が存
在し、また、物理ブロック番号＝０、物理セクタ番号＝
２、論理セクタ番号＝１０、セクタ状態＝データ無効と
なっている物理セクタ５２が存在することを示してい
る。

【０１１６】図２３は、図１におけるデータ管理システ
ムメモリ部１００３に格納されている消去ブロック５１
毎に、各物理セクタ５２の数をそれぞれのセクタ状態に
応じて整理した管理データの構成図（以下、セクタ情報
表１２という)でもある。図２３では、物理ブロック番
号、未使用セクタ数、データ有効セクタ数およびデータ
無効セクタ数を一つの情報単位としており、例えば、物
理ブロック番号＝０、未使用セクタ数＝１００、データ
有効セクタ数＝２０、データ無効セクタ数＝７となって
いる消去ブロック５１が存在し、また、物理ブロック番
号＝１、未使用セクタ数＝０、データ有効セクタ数＝５
０、データ無効セクタ数＝７７となっている消去ブロッ
ク５１が存在することを示している。

【０１１７】以上の図２１のブロック情報表１０、図２
２のセクタ情報表１１および図２３のセクタ情報表１２
は、データ管理システム１００１が起動する段階におい
て、フラッシュメモリ部１００２から各消去ブロック５
１のブロックコントロールセクタ５２ａを読み出すこと
によってそれぞれ作成される。

【０１１８】これらのブロック情報表１０およびセクタ
情報表１１，１２を作成しない場合においても、これら
の各表が各消去ブロック５１のブロックコントロールセ
クタ５２ａに格納されているため、アクセスの対象とな
るデータの格納場所を特定するのに、データ管理システ
ム１００１を使用することは可能である。しかし、デー
タ管理システムメモリ部１００３としてＲＡＭを使用す
ると、その動作速度がフラッシュメモリ部１００２より
高速になるため、データ管理システムメモリ部１００３
にブロック情報表１０およびセクタ情報表１１，１２を
作成しておく方が、フラッシュメモリ部１００２の内部
状態やデータの格納場所を高速に把握することができ
る。また、フラッシュメモリ部１００２とのデータのや
り取りが減るので、データ管理システムメモリ部１００
３を利用した方が、データ管理システム１００１の動作
速度を高速にする上で非常に有効である。

【０１１９】本実施形態では、ＩＤ管理テーブル、ブロ
ック情報表１０およびセクタ情報表１１，１２は、デー
タ管理システム１００１の起動時に、データ管理システ
ム制御部１００５が、フラッシュメモリ制御部１０００
４を介してフラッシュメモリ部１００２より必要な情報
を読み出し、データ管理システムメモリ部１００３内に
作成するようになっている。

【０１２０】次に、データ管理システム制御部１００５
は、論理的なデータ管理単位であるセクタ毎にデータを
分割し、この分割したデータ間の順序関係を示すリンク
情報を、セクタ毎に分散した各データと共に、フラッシ
ュメモリ制御部１００４を介してフラッシュメモリ部１
００２に格納することによりデータを管理し、データ処
理を容易に行うことができるようになっている。このリ
ンク情報は、セクタ毎に分散した各データ直前および直
後のデータ格納場所に関する情報を格納するものであ
る。データ管理システム制御部１００５の詳細な機能に
ついては、以下に、本発明の実施形態における各種実施
例として、詳細かつ具体的に説明することにする。

【０１２１】図４は、本発明のリンク構造によるデータ
格納を説明するためのデータ構成図である。図４に示す
ように、データ管理システム制御部１００５は、フラッ
シュメモリ制御部１００４を介して、データ毎に、シス
テム内において唯一なＩＤ(Identification）番号、デ
ータ有効またはデータ無効などデータ本体の状態を表す
状態情報、データのサイズおよびデータ本体をフラッシ
ュメモリ部１００２に格納するようになっている。図４
の最も上側に示しているセクタに格納されているデーダ
情報「ＩＤ番号」、「状態」は先頭のセクタにのみ存在
し、また、リンクしている以降の４つのセクタについて
は、データ（データ本体の一部）とリンク情報が格納さ
れており、全て同じ構造を持っている。従来例で説明し
た図１７および図１８のデータ格納方法と異なる点は、
格納する単位を論理的な格納単位であるセクタまで一連
のデータを分割し、各セクタにはデータ自体も格納する
と同時に、各データの最後に次のデータを格納するアド
レス領域(ここではセクタ）を示すリンク情報を格納す
ることにある。このとき、データのリンク情報によっ
て、データ本体は論理的に連続して格納されているよう
に扱うことができる。

【０１２２】図５は、図４のリンク情報部分の詳細説明
をするためのデータ構成図である。図５において、リン
ク情報には、現在のセクタに対する直前のデータ格納セ
クタの情報（４バイト）、および直後のデータ格納セク
タの情報（４バイト）があり、それぞれ、セクタが位置
する論理ブロック番号(２バイト)、および論理セクタ番
号(２バイト)を格納するようにしている。ここで、格納
する情報として論理的に管理する番号（論理ブロック番
号および論理セクタ番号）を用いる場合、上記データ格
納セクタの物理セクタが変化した場合(例えば、再構築
処理など)においても、データのリンク情報部分を書き
換えなくても良い（物理的な位置変化の影響を受けな
い）という利点がある。なお、先頭のデータ格納セクタ
のデータリンク情報における直前のデータ格納セクタの
情報へは、全ビットが１であるデータ(ＦＦＦＦｈ、以
下「ｈ」は１６進数であることを示す）を格納し(つま
り、ブロックを消去したときの状態（初期状態）にして
おく）、最後尾のデータ格納セクタのデータリンク情報
における直後のデータ格納セクタの情報へも、同様に全
ビットが１（ＦＦＦＦｈ）であるデータを格納する。論
理ブロック番号および論理セクタ番号において、全ビッ
トが１であるデータは、割り当てを行わない予約番号と
定義し、これによって、データの先頭またはデータの最
後尾を判断する。また、ブロックを消去した時のビット
の状態(初期状態)が、０になるデバイスを用いる場合に
は、全ビットが１であるデータに代わって全ビットが０
（００００ｈ）であるデータを格納することで、上記と
同様の判断を行うこともできる。

【０１２３】なお、他の実施例としては、データのリン
ク情報として、論理ブロック番号や論理セクタ番号の代
わりに、物理ブロック番号や物理セクタ番号を用いる場
合も考えられる。また、リンク情報として、論理ブロッ
ク番号や論理セクタ番号の代わりに、物理アドレスを用
いる場合も考えられる。これらにおける利点は、リンク
先ヘアクセスする際に、論理から物理への変換処理を行
わなくても良いため、高速にアドレスを決定できること
である。 （データの読み出し方法）図２１〜２３の各種情報表、
図３のＩＤ管理テーブルおよび、図６の読み出しアドレ
スの計算方法を示すフローチャートを用いて、フラッシ
ュメモリ部１００２に格納されたデータを一意に識別す
る情報、例えばＩＤ番号＝１０であるデータ読み出し方
法について以下に説明する。

【０１２４】まず、アプリケーションまたはオペレーテ
ングシステム（ＯＳ）１００６により、読み出すデータ
ＩＤ番号(＝１０)がデータ管理システム制御部１００５
に与えられる（ステップ２０１）。

【０１２５】データ管理システム制御部１００５は、デ
ータ管理システムメモリ部１００３内のＩＤ管理テーブ
ル（図３参照）ヘアクセスし、対応するＩＤ番号のデー
タが格納されている論理ブロック番号、データ開始セク
タの論理セクタ番号、およびデータサイズを取得する
（ステップ２０２）。

【０１２６】次に、ブロック情報表１０（図２１参照）
ヘアクセスし、ステップ２０２において取得した論理ブ
ロック番号に対応する物理ブロック番号を取得する（ス
テップ２０３）。

【０１２７】その後、セクタ情報表１１（図２２参照）
ヘアクセスし、ステップ２０３において取得した物理ブ
ロック番号、並びにステップ２０２において取得したデ
ータ開始セクタの論理セクタ番号に対応し、かつセクタ
状態が「データ有効」であるセクタの物理セクタ番号を
取得する（ステップ２０４）。

【０１２８】データの読み出しを開始する物理アドレス
は、システムメモリアドレス空間と一意に対応付けられ
たフラッシュメモリ部１００２における物理的なサイズ
に決定される以下の情報が、例えば、以下のように定義
される。

【０１２９】物理消去ブロックサイズ＝０１００００ｈ
（６４キロ）バイト、セクタの物理サイズ＝０００１０
０ｈ（２５６）バイト、フラッシュメモリ部１００２の
スタートアドレス＝０６００００ｈを用いて、以下の計
算式より求め（ステップ２０５）、フラッシュメモリ制
御部１００４を介してフラッシュメモリ部１００２の対
応するアドレスより、ステップ２０２において取得した
データサイズ分の読み出しを行う（ステップ２０６）。

【０１３０】計算式 データの読み出し開始アドレス＝フラッシュメモリ部１
００２のスタートアドレス[０６００００ｈ]＋(消去ブ
ロックの物理サイズ[０１００００ｈ]）＊(ステップ２
０３において取得した物理ブロック番号)＋(セクタのサ
イズ[０００１００ｈ])＊（ステップ２０４において取
得したセクタの物理セクタ番号) 以上では、ＩＤ番号からデータの格納されている先頭セ
クタを読み出す場合を示したが、以下にリンク情報を用
いて複数のセクタにまたがってデータを読み出す場合を
示す。まず、本発明におけるリンク情報について説明す
る。

【０１３１】リンク情報部分に異常が発生すると、デー
タを読み出せなくなるので、リンク情報部分を多重にす
る場合の実施例を、図７（図７においては二重）に示し
ている。図７の上側の図がデータの先頭のセクタ構造を
示し、その下側の図がデータ本体を格納するセクタの構
造を示している。図７には、リンク情報部分に、本来の
リンク情報部分とは別に予備のリンク情報部分、即ち、
直前のデータ場所の情報に４バイト(内訳；論理ブロッ
ク番号２バイト、論理セクタ番号２バイト）と、直後の
データ場所の情報に４バイト(内訳；論理ブロック番号
２バイト、論理セクタ番号２バイト）であるリンク情報
部分と同一のリンク情報を付加した場合を示している。

【０１３２】図８は、図４で示したデータ構造におい
て、各セクタサイズが比較的大きなサイズである場合
（例えば５１２バイト）のセクタにおける構造を示した
ものである。図８における先頭セクタヘ、図４における
先頭セクタの情報のみを格納した場合、セクタのサイズ
が大きいため、未使用部分のサイズが大きくなりデータ
の格納効率が低下することになる。そこで、図８に示し
た別の実施例においては、先頭セクタからデータ本体の
格納を開始する構造をとっている。

【０１３３】次に、リンク情報を用いたデータの読み出
し方法を、図４、図５、図７および図８、さらに図９の
リンク情報を用いた読み出しアドレスの計算方法を示す
フローチャートを用いてを用いて説明する。

【０１３４】図９に示すように、まず、アプリケーショ
ンまたはオペレーテングシステム（ＯＳ）１００６か
ら、読み出すデータのＩＤ番号が、本発明のデータ管理
システム１００１に指定される（ステップ２０１）。

【０１３５】ＩＤ管理テーブル、ブロック情報表１０お
よびセクタ情報表１１，１２から上記ステップ２０２〜
ステップ２０４に示した各処理により、物理ブロック番
号と物理セクタ番号を取得する。ＩＤ番号に対応するデ
ータの格納先頭アドレスを、上記ステップ２０５の計算
式（データの読出し開始アドレス）から求める。

【０１３６】さらに、格納先頭アドレスからＩＤ番号
（３０１，４０１，５０１，６０１）を読み出し（ステ
ップ２１１）、そのＩＤ番号が、ステップ２０１で指定
されたＩＤ番号と一致しているかどうかを確認する(Ｉ
Ｄ番号に異常が発生していないかどうかを確認する（ス
テップ２１２）。不一致の場合にはアプリケーションに
ＩＤ部分エラーである旨を知らせる（ステップ２１
３）。また、直前のデータ場所の情報（４０２ａ、５０
２ａ）がＦＦＦＦｈであることを確認する（ステップ２
１４）。これは、先頭格納場所に異常が発生していない
かどうかの確認である。不一致の場合には、アプリケー
ションに先頭格納場所エラーである旨を知らせる（ステ
ップ２１５）。

【０１３７】さらに、状態（３０３，４０３，５０３，
６０３）を読み出し（ステップ２１６）、状態情報が
「データ有効」であることを確認する（ステップ２１
７）。これは、状態情報に異常が発生していないかどう
かの確認である。不一致の場合には、アプリケーション
に状態情報部分がエラーである旨を知らせる（ステップ
２１８）。

【０１３８】さらに、データサイズ（３０３，４０３，
５０３，６０３）を読み出す（ステップ２１９）。以
下、このデータサイズ分のデータを読み出すまで繰り返
す。

【０１３９】さらに、多重化したリンク情報のうち、予
備ではない本来のリンク情報（５０２’）部分を読み、
直後の（次の）データ格納アドレスを求める（ステップ
２２０）。

【０１４０】さらに、次のデータ格納アドレスに飛び
（ステップ２２１）、リンク情報における本来のリンク
情報（５０２’）が、飛ぶ前のリンク情報を指している
ことを確認する（ステップ２２２）。

【０１４１】なお、リンク情報が多重の場合には、上記
直前の２つのステップ（ステップ２２１，２２２）を、
リンク情報の予備のリンク情報（５０２”）部分につい
ても行い、矛盾、即ち直前および直後のデータ間で格納
アドレスの不一致がないかどうかを確かめる。

【０１４２】ここで、仮に、本来のリンク部分および予
備のリンク部分の何れかが一致していないときには、ア
プリケーション１００６に読み出し可能なリンク情報部
分がエラーである旨を知らせる（ステップ２２３）。そ
の利点は、本来のリンク部分はＯＫで、予備のリンク部
分がＮＧの時（あるいはその逆の状態）を検出できる。
しかし、リンク情報を二対読み出すことになるので、読
み出しが遅くなるという欠点があるため、データの信頼
性より読出速度を重視する場合には、予備のリンク情報
を持たないようにすることもできる。

【０１４３】さらに、データ（３０５，４０５，５０
５，６０５ａ，６０５）を読み出す（ステップ２２
４）。さらに、データサイズ分のデータを読み出したか
どうかを判定する（ステップ２２５）。

【０１４４】データサイズ分のデータ読出しが完了して
いない場合、リンク情報（３０２，４０２，５０２，６
０２）を読み、次のデータ格納アドレスを求めるなど、
データサイズ（３０４，４０４，５０４，６０４）分、
リンク情報の追跡とデータの読み出しを繰り返す。

【０１４５】さらに、データサイズ分読み出したとき、
データの最後のセクタのリンク情報（３０２，４０２，
５０２，６０２）部分の直後のデータ場所(４０２ｂ、
５０２ｂ）はＦＦＦＦｈ（終りを示す）であることを確
認する（ステップ２２６）。これは、最終格納場所に異
常が発生していないかどうかを確認するためである。不
一致の場合にはアプリケーション１００６に最終格納場
所エラーである旨を知らせる（ステップ２２７）。 （他のデータの読み出し方法）多重化したリンク情報に
よる他の実施例のデータの読み出し方法を、図４、図
５、図７および図８を用いて説明する。

【０１４６】まず、アプリケーションまたはオベレーテ
ングシステム（ＯＳ）１００６から、読み出すデータの
ＩＤ番号が、本発明のデータ管理システム１００１に指
定される。

【０１４７】次に、ＩＤ管理テーブル、ブロック情報表
１０およびセクタ情報表１１，１２から上記ステップ２
０１〜２０４に示した各処理により、物理ブロック番号
と物理セクタ番号を取得する。ＩＤ番号に対応するデー
タの格納先頭アドレスを、上記ステップ２０５の計算式
（データの読み出し開始アドレス）から求める。

【０１４８】さらに、格納先頭アドレスからＩＤ番号
（３０１、４０１、５０１、６０１）を読み出し、その
ＩＤ番号が上記ステップで指定されたＩＤ番号と一致し
ているかどうかを確認する。これは、ＩＤ番号に異常が
発生していないかどうかの確認であり、不一致の場合に
はアプリケーションにＩＤ部分エラーである旨を知らせ
る。また、直前のデータ場所の情報（４０２ａ、５０２
ａ）がＦＦＦＦｈであることを確認する。これは、先頭
格納場所に異常が発生していないかどうかの確認であ
り、不一致の場合にはアプリケーションに先頭洛納場所
エラーである旨を知らせる。

【０１４９】さらに、状態（３０３、４０３，５０３，
６０３）を読み出し、状態情報がデータ有効」であるこ
とを確認する。これは、状態部分に異常が発生していな
いかどうかの確認であり、不一致の場合にはアプリケー
ションに状態情報部分がエラーである旨を知らせる。

【０１５０】さらに、データサイズ（３０４，４０４，
５０４，６０４）を読み出す。以下、このデータサイズ
分のデータを読み出すまで繰り返す。

【０１５１】さらに、多重化したリンク情報のうち、予
備ではない本来のリンク情報（５０２’）部分を読み、
直後の（次の）データ格納アドレスを求める。

【０１５２】さらに、次のデータ格納アドレスに飛び、
リンク情報における本来のリンク情報（５０２’）部分
の直前のデータ場所（５０２ａ）が、飛ぶ前のものを指
していることを確認する。

【０１５３】ここで、もしも一致していない時には、前
述の読み出し方法のようにこの時点で予備のリンク情報
（５０２”）部分との比較によってエラーとはせずに、
飛ぶ直前のデータ位置に戻り、リンク情報の予備のリン
ク部分（５０２”）から次のデータの格納アドレスを求
める。次のデータ格納アドレスに飛び、リンク情報にお
ける予備のリンク部分（５０２”）の直前のデータ場所
（５０２’）が、飛ぶ前を指していることを確認する。
これは、リンク情報に異常が発生していないかどうかの
確認であり、不一致の場合には、アプリケーションに対
して、データを引き続き読み出し可能であるリンク部分
エラーである旨を知らせる。本来のリンク情報部分に不
具合が発生している場合、この時点でエラーをアプリケ
ーションに返すのではなく、自動的に予備のリンク情報
部分を使用するため、エラーが発生している場合のセク
タを辿る時間が短くなるという利点がある。一方、その
欠点としては、本来のリンク部分はＯＫで、予備のリン
ク部がＮＧの時を検出することができない。つまり、本
来のリンク部分に不具合が発生していない場合は、予備
のリンク情報部分を参照しない方法であるため、予備の
リンク情報部分にのみ不具合が発生している場合、これ
を検出することができない。

【０１５４】さらに、データ（３０５，４０５，５０
５，６０５）を読み出す。

【０１５５】さらに、リンク情報（３０２，４０２，５
０２，６０２）を読み、次のデータ格納アドレスを求め
る。

【０１５６】さらに、データサイズ（３０４，４０４，
５０４，６０４）分、データの読み出しとリンク情報の
追跡を繰り返す。

【０１５７】さらに、データサイズ分読み出した時、デ
ータの最後のセクタのリンク情報（３０２，４０２，５
０２，６０２）部分の直後のデータ場所（４０２ｂ、５
０２ｂ）はＦＦＦＦｈ(終わりを示す)であることを確認
する。これは、最終格納場所に異常が発生していないか
どうかの確認であり、不一致の場合にはアプリケーショ
ンに最終格納場所エラーである旨を知らせる。

【０１５８】仮に、アプリケーションが、上記エラーを
受けたならば、アプリケーションは上記ＩＤ番号のデー
タをＲＡＭ上（図示しないアプリケーションが管理する
領域を指す）に読み出し、フラッシュメモリ部１００２
上の上記ＩＤ番号を削除、即ち対応するデータを格納し
た全てのセクタの状態を無効にし、フラッシュメモリ部
１００２に再度上記ＲＡＭ上に読み出したデータにＩＤ
番号を割り振って書き込む。これをエラーの復旧処理と
いう。ここで、書き込みとは、別の新しいセクタへの書
き込みとなる。このとき、新しいデータを書き込む（未
使用）セクタが十分に存在する場合は、ブロック消去
（再構築処理）は発生しない。

【０１５９】また、アプリケーションが、上記リンク情
報に関するエラーを受けた場合、関連するリンク部分の
リンク情報の誤りが、１箇所以内の場合には、上記リン
ク構造で検出、訂正可能である。なお、通常のシステム
では、関連するリンク部分のリンク情報の誤りが、２箇
所以上発生する確率は十分に小さい。 （更に多くのリンク情報を持つ実施例）リンク情報部に
おける異常発生に対して強化するため、同じ内容のリン
ク情報を３組持つ実施例を図１０に示している。これは
図７において説明したリンク情報を拡張したもので、図
７における予備のリンク部分が図１０における予備のリ
ンク部分１に相当し、この予備のリンク部分１（＝本来
のリンク部分）と同一の内容を予備のリンク部分２とし
て追加して格納する。

【０１６０】以下に、データの読み出し方法を、図１０
を用いて説明する。この実施例では、上記二重化したリ
ンク情報に同一のリンク情報を更に加えて三重化し、リ
ンク情報部分の不具合発生に備えたものである。

【０１６１】まず、アプリケーションまたはオペレーテ
ングシステム（ＯＳ）１００６から、読み出すデータの
ＩＤ番号が、本発明のデータ管理システム１００１に指
定される。

【０１６２】次に、ＩＤ管理テーブル、ブロック情報表
１０、セクタ情報表１１，１２から上記ステップ２０１
〜２０３に示す各処理により、物理ブロック番号と物理
セクタ番号を取得する。ＩＤ番号に対応するデータの格
納先頭アドレスを、上記計算式（データの読み出し開始
アドレス）から求める。

【０１６３】さらに、格納先頭アドレスからＩＤ番号を
読み出し、そのＩＤ番号が上記ステップで指定されたＩ
Ｄ番号と一致しているかどうかを確認する。これは、Ｉ
Ｄ番号に異常が発生していないかどうかの確認であり、
不一致の場合にはアプリケーションにＩＤ番号部分がエ
ラーである旨を知らせる。また、直前のデータ場所の情
報がＦＦＦＦｈであることを確認する。これは、先頭格
納場所に異常が発生していないかどうかの確認であり、
不一致の場合にはアプリケーションに先頭格納場所エラ
ーである旨を知らせる。

【０１６４】さらに、状態を読み出し、状態情報が「デ
ータ有効」であることを確認する。これは、状態部分に
異常が発生していないかどうかの確認であり、不一致の
場合にはアプリケーションに状態部分エラーである旨を
知らせる。

【０１６５】さらに、データサイズを読み出す。以下、
このデータサイズ分のデータを読み出すまで繰り返す。

【０１６６】さらに、２組以上多重化したリンク情報の
うち、予備ではない本来のリンク情報部分を読み、直後
の（次の）データ格納アドレスを求める。

【０１６７】さらに、次のデータ格納アドレスにとび、
リンク情報における本来のリンク部分の直前のデータ場
所が、飛ぶ前のものを指していることを確認する。

【０１６８】さらに、上記２ステップをリンク情報の予
備のリンク部分１についても行い、矛盾、即ち直前およ
び直後のデータ間で格納アドレスの不一致がないことを
確かめる。

【０１６９】さらに、上記２ステップをリンク情報の予
備のリンク部分２についても行い、矛盾、即ち直前およ
び直後のデータ間で格納アドレスの不一致がないことを
確かめる。

【０１７０】仮に、本来のリンク部分、予備のリンク部
分１および予備のリンク部分２の何れかが一致していな
い時には、アプリケーションに対して、データを引き続
き読み出し可能であるリンク部分エラーである旨を知ら
せる。その利点としては、本来のリンク部分はＯＫで、
予備のリンク部分がＮＧの時を検出することができる。
一方、その欠点としては、リンク情報を三対読み出すの
で読み出し時間が長くなる。

【０１７１】さらに、データを読み出す。

【０１７２】さらに、リンク情報を読み、次のデータ格
納アドレスを求める。

【０１７３】さらに、データサイズ分、データの読み出
しとリンク情報の追跡を繰り返す。

【０１７４】さらに、データサイズ分読み出した時、最
後のデータのリンク情報部分の直後のデータ場所はＦＦ
ＦＦｈ(終わりを示す）であることを確認する。これ
は、最終格納場所に異常が発生していないかどうかの確
認であり、不一致の場合にはアプリケーションに最終格
納場所エラーである旨を知らせる。 （リンク情報に誤り訂正符号を用いる実施例）リンク情
報部を更に強化するため、誤り訂正符号を用いたリンク
情報を持つ実施例について図１１および図１２に示す。
誤り訂正符号には、例えば１９５０年にアメリカのベル
研究所のHamming氏によって考案されたハミングコード
を用いることができる。即ち、本来のリンク情報に、リ
ンク情報から演算によって割り出したテェック用のデー
タ(ハミングコード）を付加する。このハミングコード
を用いると、データの誤り(エラー)を検出するだけでは
なく、正しい値に訂正することができる。つまり、ハミ
ングコードを用いると更に、リンク情報部を強化でき
る。即ち、２バイトの誤り訂正符号を付加することによ
り、合計４バイトの情報量増加で図７の場合において、
二重化（合計８バイトの情報量増加）と同等以上の効果
を得ることができる。

【０１７５】以下、データの読み出し方法を図１１およ
び図１２を用いて説明する。

【０１７６】まず、アプリケーションまたはオベレーテ
ングシステム（ＯＳ）１００６から、読み出すデータの
ＩＤ番号が、本発明のデータ管理システム１００１に指
定される。

【０１７７】次に、ＩＤ管理テーブル、ブロック情報表
１０およびセクタ情報表１１，１２から、上記ステップ
２０１〜２０４に示した各処理により、物理ブロック番
号と物理セクタ番号を取得する。ＩＤ番号に対応するデ
ータの格納先頭アドレスを、上記ステップ２０５の計算
式（データの読み出し開始アドレス）から求める。

【０１７８】さらに、格納先頭アドレスからＩＤ番号
（８０１、９０１）を読み出し、そのＩＤ番号が上記ス
テップで指定されたＩＤ番号と一致しているかどうかを
確認する。これは、ＩＤ番号に異常が発生していないか
どうかの確認であり、不一致の場合にはアプリケーショ
ンにＩＤ部分エラーである旨を知らせる。また、直前の
データ場所の情報（８０２ａ、９０２ａ）がＦＦＦＦｈ
であることを確認する。これは、先頭格納場所に異常が
発生していないかどうかの確認であり、不一致の場合に
はアプリケーションに先頭格納場所エラーである旨を知
らせる。

【０１７９】さらに、状態（８０３，９０３）を読み出
し、状態情報が「データ有効」であることを確認する。
これは、状態部分に異常が発生していないかどうかの確
認であり、不一致の場合にはアプリケーションに状態情
報部分がエラーである旨を知らせる。

【０１８０】さらに、データサイズ（８０４，９０４）
を読み出す。以下、このデータサイズ分のデータを読み
出すまで繰り返す。

【０１８１】さらに、図１２の場合、多重化したリンク
情報のうち、予備ではない本来のリンク情報（９０
２’）部分を読み、直後の（次の）データ格納アドレス
を求める。

【０１８２】さらに、次のデータ格納アドレスにとび、
リンク情報における本来のリンク部分の直前のデータ場
所（９０２’）が、飛ぶ前のものを指していることを確
認する。

【０１８３】さらに、上記２ステップをリンク情報の予
備のリンク部分について行い、矛盾、即ち直前および直
後のデータ間で格納アドレスの不一致がないことを確か
める。

【０１８４】仮に、本来のリンク部分または、予備のリ
ンク部分が一致していない時には、アプリケーションに
対して、データを引き続き読み出し可能であるリンク部
分エラーである旨を知らせる。

【０１８５】さらに、データ（８０５、９０５）を読み
出す。

【０１８６】さらに、リンク情報（８０２，９０２）を
読み、次のデータ格納アドレスを求める。

【０１８７】さらに、データサイズ（８０４，９０４）
分、データの読み出しとリンク情報の追跡を繰り返す。

【０１８８】データサイズ分読み出した時、データの最
後のセクタのリンク情報（８０２ｂ、９０２ｂ）がＦＦ
ＦＦｈ(終わりを示す）であることを確認する。これ
は、最終格納場所に異常が発生していないかどうかの確
認であり、不一致の場合にはアプリケーションに最終格
納場所エラーである旨を知らせる。

【０１８９】ここで、リンク情報の何処かで異常が発生
した場合、アプリケーションヘ通知するだけではなく、
リンク情報を多重化する場合と比較して、サイズが小さ
くなる。

【０１９０】以上により、本実施形態によれば、格納す
るデータを一定の小さなサイズ（セクタ）に切り分け、
それぞれに現在のデータに対する一つ前および一つ後の
データ格納場所に関する情報であるリンク情報を付加し
て相互に関連付けることによって、物理的に連続した空
きアドレス領域の制約を受けることなく、任意のサイズ
のデータをデータ記憶領域全体に亘ってより効率的に格
納することができるものである。

【０１９１】次に、消去ブロックサイズより大きいデー
タを分散して格納する方法として、各データに対して、
一つ前および一つ後のデータ格納場所に関する情報をリ
ンク付加し、このリンク情報を順に仙っていくことによ
り、消去ブロックサイズよりも大きいデータを格納する
方法に対して、格納したデータのリンク情報部分に異常
が発生した場合、分散したデータを順に辿ることができ
なくなり、データを正しく読み出せなくなるという問題
があり、リンク情報部分に異常が発生したデータは、異
常が発生したセクタ以降に存在するセクタの状態情報を
使用済み（無効）の状態へ更新することができなくなる
ため、再構築を行った際にも削除されずに残り続ける
(データ記憶領域を占有し続ける）という問題もあっ
た。

【０１９２】また、特開平７−４４４５１号公報の方法
において、データリンク情報部分に異常が発生した場合
に、記憶されているデータを正しい順序で表示すること
ができないという問題があった。

【０１９３】これらの問題を解決するものとして、デー
タの先頭部分へ付加するリンク情報において、一つ前の
データ格納場所へ全ビットが１であるデータを記憶する
ことにより、先頭のデータ格納場所であることを表し、
また、データの最後尾部分へ付加するデータリンク情報
において、一つ後のデータ格納場所へ全ビットが１であ
るデータを記憶することにより、最後尾のデータ格納場
所であることを表す。この場合、全ビットが１であるデ
ータは、ブロックが消去された初期状態を表すため、異
常が発生した場合に発見が容易かつ確実なものとするこ
とができる。

【０１９４】また、リンク構造を用いてデータを分散し
て格納する場合、データリンク情報部分に対し、同一の
リンク情報を複数格納することによって、リンク情報部
分の障害に対する耐性を強化することができ、リンク情
報に異常が発生し、読み出せない状態となる確率を実使
用上問題ない程度に低くすることができる。万が一、リ
ンク情報部分に異常が発生した場合には、誤り訂正符号
によってこれを修復することもできる。このため、デー
タの一部を正しく読み出せない、または再構築時にデー
タが削除されずに残り続けるという従来の問題を解決す
ることができて、システムの信頼性をいっそう向上させ
ることができる。

【０１９５】なお、以上の説明では、読み出し動作につ
いて本発明のデータ管理装置におけるデータ管理方法を
説明したが、データリンク情報を用いてアクセスするデ
ータを参照する方法としては読み出し動作に限らない。
例えば、書き込みを行う場合は、書き込みを行うのに適
した未使用のセクタの多いブロックを選択する操作が必
要となるが、対象セクタを参照する方法は以上に述べた
方法と同様である。例えば、書き込みに適したブロック
を選択する方法としては、記憶デバイス領域を複数のパ
ーティションに区分し、パーティション毎にデータ管理
を行う方法も考えられる。

【０１９６】また、データ管理システムメモリ部１００
３には、電池バックアップしたＳＲＡＭや強誘電体メモ
リを用いても良い。強誘電体メモリを用いた場合、バッ
クアップ電池を削除することが可能である。データ管理
システムメモリ部１００３に、強誘電体メモリなどの不
揮発性ＲＡＭを用いた場合には、図２０におけるブロッ
クコントロールセクタ（５１２バイト)を、この不揮発
性ＲＡＭ上にのみ設定することが可能になるので、フラ
ッシュメモリ部１００２上からブロックコントロールセ
クタ(５１２バイト)を削除できるという利点がある。

【０１９７】なお、本実施形態およびその各実施例で
は、データ管理方法について説明し、それに対応したデ
ータ管理システムについては特に説明しなかったが、デ
ータ管理システム制御部１００５は、アプリケーション
プログラムまたはオペレーティングシステム（ＯＳ）１
００６などのソフトウェアから与えらるＩＤ番号から該
当するデータの先頭データを検索し、先頭セクタに格納
されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に関す
る情報について、その全ビットが前記ブロックを消去し
たときのビットの状態に等しいデータであるかどうかを
比較する手段と、この比較結果が異なる場合、アプリケ
ーションプログラムまたはオペレーテングシステムなど
のソフトウエアに対し、データリンク情報に異常がある
ことを知らせる手段とを有する。

【０１９８】また、データ管理システム制御部１００５
は、アプリケーションプログラムまたはオペレーティン
グシステム（ＯＳ）１００６などのソフトウェアから与
えられるＩＤ番号から該当するデータの先頭データを検
索し、先頭セクタから順番に各セクタに格納されるデー
タリンク情報の直後のデータ格納場所に関する情報を辿
ることで最後のセクタを参照した時、セクタに格納され
るデータリンクの直後のデータ格納場所に関する情報に
ついて、その全ビットが前記ブロックを消去した時のビ
ットの状態に等しいデータであるかどうかを比較する手
段と、この比較結果が異なる場合、アプリケーションプ
ログラムまたはオペレーテングシステム（ＯＳ）１００
６などのソフトウエアに対し、データリンク情報に異常
があることを知らせる手段とを有する。

【０１９９】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、少なくともデータリンク情報を参照する際に、少
なくとも分散した各データについて、その直後のデータ
格納場所に関する情報、およびその情報から次に参照さ
れるセクタに格納されるデータリンク情報の直前のデー
タ格納場所に関する情報の、双方に矛盾がないかどうか
の確認を行う手段を有する。

【０２００】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、複数の同一内容のデータリンク情報について、デ
ータリンク情報を参照する際に、分散した各データにつ
いて、直後のデータ格納場所に関する情報、およびその
情報から次に参照されるセクタに格納されるデータリン
ク情報の直前のデータ格納場所に関する情報の、双方に
矛盾がないか、データリンク情報の組み合わせ毎に全組
み合わせの確認を行う手段を有する。

【０２０１】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、複数の同一内容のデータリンク情報について、少
なくとも該データリンク情報を参照する際に、分散した
各データについて、直後のデータ格納場所に関する情
報、およびその情報から次に参照されるセクタに格納さ
れるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に関する
情報の、双方に矛盾がないか、データリンク情報の組み
合わせの一つを用いて確認を行い、矛盾がある場合は、
組み合わせとは異なる組み合わせの一つを用いて確認を
行う手段を有する。

【０２０２】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、データ格納場所に関する情報に矛盾がないか確認
を行うために、分散したあるデータのデータリンク情報
に含まれるその直後のデータ格納場所に関する情報か
ら、直後のデータを参照し、直後のセクタに格納される
データリンク情報に含まれる直前のデータの格納場所に
関する情報と、直後のデータの格納場所に関する情報と
を比較する手段を有する。

【０２０３】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、データの格納場所に関する情報に矛盾がある場
合、誤り符号訂正を用いて正しい情報に訂正する手段を
有する。

【０２０４】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、複数の同一内容のデータリンク情報について、内
容に矛盾がある場合は、矛盾がないデータリンク情報に
よって矛盾があるデータの修復を行う手段を有する。

【０２０５】さらに、データ管理システム制御部１００
５は、複数の同一内容のデータリンク情報について、内
容の矛盾がある場合は、前記アプリケーションプログラ
ムまたはオペレーティングシステムなどのソフトウエア
ヘ、その旨の通知を行う手段を有する。

【０２０６】

【発明の効果】以上のように、請求項１，２０によれ
ば、格納するデータを一定の小さなサイズに切り分け、
それぞれに現在の分散データに対する一つ前及び一つ後
のデータ格納場所に関する情報を有するデータリンク情
報を付加して相互に関連付けることによって、物理的に
連続した空きアドレス領域の制約を受けることなく、任
意のサイズのデータをデータ記憶領域全体に渡って効率
的に格納することができる。

【０２０７】また、請求項２，３によれば、データのリ
ンク情報として、論理ブロック番号および論理セクタ番
号のように論理的な番号を用いることによって、データ
の物理的な位置が変更された場合においても、格納する
番号を書き換える必要がないという利点がある。

【０２０８】さらに、請求項４，５によれば、データの
リンク情報として、物理ブロック番号および物理セクタ
番号のように物理的な番号を用いることによって、論理
から物理への変換が不要になるため、目的のデータを高
速に特定することができる。

【０２０９】さらに、請求項６によれば、分散した先頭
のデータに対する直前のデータの格納場所、および分散
した最後尾のデータに対する直後のデータ格納場所に関
する情報として全ビット１（ブロックを消去したときの
ビット状態）であるデータを格納することにより、デー
タの先頭または最後尾であることの確認が容易になる。
また、全ビットが１であるデータは、消去状態であるこ
とから、データの異常を発見しやすいという利点があ
る。

【０２１０】さらに、請求項７，８によれば、データの
リンク情報として、直前のデータ格納場所、及び直後の
データ格納場所を例えばハミングコードのような誤り訂
正符号を用いて格納するため、リンク情報を破壊に対し
て強い構造とすることができる。

【０２１１】さらに、請求項９によれば、データはＩＤ
番号により識別され、ＩＤ番号とデータを格納する先頭
アドレスの対応関係をＲＡＭ領域で管理するため、高速
にデータ格納場所の先頭アドレスを検索することができ
る。

【０２１２】さらに、請求項１０によれば、同一の内容
を記憶した２個のリンク情報(例えば、本来のリンク情
報部分と、予備のリンク情報部分)を持つため、データ
の読み出し時において、一方のリンク情報に異常が発生
しても、データを正しく読み出すことができる。

【０２１３】さらに、請求項１１，１２，２１，２２に
よれば、データの先頭または最後のセクタの直前または
直後のデータ格納場所に関する情報が全ビット１である
かどうかを調べるため、先頭または最後のセクタのデー
タリンク情報が正常か否かが容易かつ正確に判断するこ
とができる。

【０２１４】さらに、請求項１３，２３によれば、同一
の内容を格納した複数のリンク情報(例えば、本来のリ
ンク部分と、予備のリンク部分）を持つ場合、少なくと
もデータ読み出し時には、本来のリンク情報同士に矛盾
がないかどうかの確認と、予備のリンク情報同士に矛盾
がないかの確認とを行うため、リンク情報の異常を発見
しやすい。

【０２１５】さらに、請求項１４，２４によれば、同一
の内容を格納した複数のリンク情報(例えば、本来のリ
ンク部分と、予備のリンク部分）を持つ場合、少なくと
もデータ読み出し時には、本来のリンク情報同士に矛盾
がないかどうかの確認と、予備のリンク情報同士に矛盾
がないかどうかの確認と、本来のリンク情報と予備のリ
ンク情報間に矛盾がないかどうかの確認を行うため、リ
ンク情報の破壊に対して強い構造とすることができる。

【０２１６】さらに、請求項１５，２５によれば、複数
のリンク情報を持つため、一部のリンク情報に矛盾があ
っても、矛盾がないリンク情報を用いて、データの読み
出しを行うことが可能で、リンク情報の破壊に対して強
い構造とすることができる。

【０２１７】さらに、請求項１６，２６によれば、デー
タリンク情報に矛盾があるかどうかの確認には、直前、
直後のリンク情報を互いに比較し合うことで容易に行う
ことができる。

【０２１８】さらに、請求項１７，２７によれば、リン
ク情報に矛盾がある場合、誤り訂正符号を用いれば正し
いリンク情報に訂正することができる。

【０２１９】さらに、請求項１８，２８によれば、リン
ク情報に矛盾が発生した場合、他の矛盾のないリンク情
報が存在するため、これを用いてリンク情報を修復する
ことができて、システムの信頼性を向上することができ
る。

【０２２０】さらに、請求項１９，２９によれば、リン
ク情報に矛盾が発生した場合、アプリケーションにその
旨のエラーメッセージを返すことにより、アプリケーシ
ョンがリンク情報の異常を検知し、修復することができ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態におけるデータ管理システ
ムの構成を示すブロック図である。

【図２】図１のフラッシュメモリ部の内部構成を示す図
である。

【図３】図１のデータ管理システムメモリ部に格納され
るＩＤ管理テーブルの構成例を示す図である。

【図４】本発明のリンク構造によるデータ格納を説明す
るためのデータ構成図である。

【図５】図４のリンク情報部分の詳細説明をするための
データ構成図である。

【図６】本発明の読み出しアドレスの計算方法を示すフ
ローチャートである。

【図７】図５のリンク情報部分を多重化した実施例を示
すデータ構成図である。

【図８】図４のデータ構成とは異なり、先頭セクタから
データ本体の格納を開始する実施例を示すデータ構成図
である。

【図９】本発明のリンク情報を用いた読み出し方法を示
すフローチャートである。

【図１０】同じ内容のリンク情報を３組持つ実施例を示
すデータ構成図である。

【図１１】リンク情報に誤り訂正符号を用いる実施例を
示すデータ構成図である。

【図１２】予備のリンク部分を追加したリンク情報に誤
り訂正符号を用いる実施例を示すデータ構成図である。

【図１３】従来の物理消去ブロックと論理セクタを示す
図である。

【図１４】従来の論理セクタのデータ構成図である。

【図１５】データの更新/削除を示す図である。

【図１６】物理ブロックの再構築を示す図である。

【図１７】従来のデータ格納状態を説明する図である。

【図１８】従来のデータ格納状態に関する別の例を説明
する図である。

【図１９】従来のフラッシュメモリを用いたファイルシ
ステムの構成を示すブロック図である。

【図２０】図１９におけるフラッシュメモリ部に格納さ
れているデータ構成図である。

【図２１】図１９におけるファイルシステムメモリ部に
格納されている各消去ブロックに関するブロック情報表
である。

【図２２】図１９におけるファイルシステムメモリ部に
格納されている各物理セクタに関するセクタ情報表であ
る。

【図２３】図１９におけるファイルシステムメモリ部に
格納されている消去ブロック毎に、各物理セクタの数を
それぞれのセクタ状態に応じて整理したセクタ情報表で
ある。

【図２４】従来技術におけるフラッシュメモリ部に格納
されたデータの読み出し処理に関するフローチャートで
ある。

【図２５】従来技術におけるフラッシュメモリ部へのデ
ータの書き込み処理に関するフローチャートである。

【図２６】従来技術におけるフラッシュメモリ部へのデ
ータの書き込み処理に関するフローチャートである。

【図２７】従来技術におけるフラッシュメモリ部へのデ
ータの書き込み処理に関するフローチャートである。

【図２８】図２５のファイルシステムの再構築処理に関
するフローチャートである。

【図２９】図２５のファイルシステムの再構築処理に関
するフローチャートである。

【符号の説明】

１０００ データ管理装置 １００２ フラッシュメモリ部（不揮発性半導体記憶
部） １００１ データ管理システム １００３ データ管理システムメモリ部 １００４ フラッシュメモリ制御部（記憶制御部） １００５ データ管理システム制御部 １００６ アプリケーションまたはオペレーテングシ
ステム（ＯＳ）

───────────────────────────────────────────────────── 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 12/02 ５１０ Ｇ０６Ｆ 12/02 ５１０Ａ 12/16 ３２０ 12/16 ３２０Ａ (72)発明者 岡本 一宏 大阪府大阪市阿倍野区長池町22番22号 シ ャープ株式会社内 Ｆターム(参考） 5B018 GA02 GA07 HA14 MA22 NA06 5B060 AA04 AA07 AA20 5B065 BA05 CC03 EA03 ZA15 5B082 EA01 JA06

Claims (29)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データを格納可能な複数のブロックによ
   って構成され、かつ該ブロックの単位でデータを消去可
   能とする不揮発性半導体記憶部と、該不揮発性半導体記
   憶部の記憶動作を制御する記憶制御部と、該不揮発性半
   導体記憶部に格納されるデータをデータ処理するデータ
   管理システム制御部と、該データ管理システム制御部が
   参照する管理データを格納するデータ管理システムメモ
   リ部とを備え、 該データ管理システム制御部は、論理的なデータ管理単
   位であるセクタ毎にデータを分割し、この分割したデー
   タ間の順序関係を示すデータリンク情報を、セクタ毎に
   分散した各データと共に、該記憶制御部を介して不揮性
   半導体記憶部に格納し、該データリンク情報として、セ
   クタ毎に分散した各データ直前および直後のデータ格納
   場所に関する情報を格納することによりデータを管理す
   るデータ管理システム。
2. 【請求項２】 前記データリンク情報は、前記データ管
   理システム制御部が、前記ブロックに対して論理的な管
   理のために割り当てる番号情報を有する請求項１記載の
   データ管理システム。
3. 【請求項３】 前記番号情報は、少なくとも論理ブロッ
   ク番号および論理セクタ番号を含む請求項２記載のデー
   タ管理システム。
4. 【請求項４】 前記データリンク情報は、前記データ管
   理システム制御部が、前記ブロックに対して物理的な管
   理のために割り当てる番号情報を有する請求項１記載の
   データ管理システム。
5. 【請求項５】 前記番号情報は、少なくとも物理ブロッ
   ク番号および物理セクタ番号を含む請求項４記載のデー
   タ管理システム。
6. 【請求項６】 前記データリンク情報は、前記分散した
   データの先頭データにおける、前記直前のデータ格納場
   所に関する情報として全ビットが前記ブロックを消去し
   た時のビット状態に等しいデータからなり、前記分散し
   たデータの最終データにおける、前記直後のデータ格納
   場所に関する情報として全ビットが前記ブロックを消去
   したときのビットの状態に等しいデータからなる請求項
   １〜５の何れかに記載のデータ管理システム。
7. 【請求項７】 前記データリンク情報は、前記直前のデ
   ータ格納場所に関する情報、および前記直後のデータ格
   納場所に関する情報に対して誤り訂正を行うための誤り
   訂正符号を更に有する請求項１〜６の何れかに記載のデ
   ータ管理システム。
8. 【請求項８】 前記誤り訂正符号はハミングコードであ
   る請求項７記載のデータ管理システム。
9. 【請求項９】 前記データ管理システム制御部は、前記
   不揮発性半導体記憶部に格納されるデータを、前記アプ
   リケーションプログラムまたはオペレーティングシステ
   ムなどのソフトウェアから与えられるＩＤ番号によって
   一意に識別するべく、該ＩＤ番号および前記分散したデ
   ータの先頭データの対応関係を管理する請求項１〜８の
   何れかに記載のデータ管理システム。
10. 【請求項１０】 前記データリンク情報は、同一のデー
    タリンク情報を複数有する請求項１〜９の何れかに記載
    のデータ管理システム。
11. 【請求項１１】 前記データ管理システム制御部は、前
    記アプリケーションプログラムまたはオペレーティング
    システムなどのソフトウェアから与えらるＩＤ番号から
    該当するデータの先頭データを検索し、先頭セクタに格
    納されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に関
    する情報について、その全ビットが前記ブロックを消去
    したときのビットの状態に等しいデータであるかどうか
    を比較する手段と、この比較結果が異なる場合、アプリ
    ケーションプログラムまたはオペレーテングシステムな
    どのソフトウエアに対し、データリンク情報に異常があ
    ることを知らせる手段とを有する請求項６記載のデータ
    管理システム。
12. 【請求項１２】 前記データ管理システム制御部は、前
    記アプリケーションプログラムまたはオペレーティング
    システムなどのソフトウェアから与えられるＩＤ番号か
    ら該当するデータの先頭データを検索し、先頭セクタか
    ら順番に各セクタに格納されるデータリンク情報の直後
    のデータ格納場所に関する情報を辿ることで最後のセク
    タを参照した時、該セクタに格納されるデータリンクの
    直後のデータ格納場所に関する情報について、その全ビ
    ットが前記ブロックを消去した時のビットの状態に等し
    いデータであるかどうかを比較する手段と、この比較結
    果が異なる場合、アプリケーションプログラムまたはオ
    ペレーテングシステムなどのソフトウエアに対し、デー
    タリンク情報に異常があることを知らせる手段とを有す
    る請求項６または１１記載のデータ管理システム。
13. 【請求項１３】 前記データ管理システム制御部は、該
    データリンク情報を参照する際に、少なくとも前記分散
    した各データについて、その直後のデータ格納場所に関
    する情報、およびその情報から次に参照されるセクタに
    格納されるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に
    関する情報の、双方に矛盾がないかどうかの確認を行う
    手段を有する請求項１〜９の何れかに記載のデータ管理
    システム。
14. 【請求項１４】 前記データ管理システム制御部は、前
    記複数の同一内容のデータリンク情報について、該デー
    タリンク情報を参照する際に、前記分散した各データに
    ついて、直後のデータ格納場所に関する情報、およびそ
    の情報から次に参照されるセクタに格納されるデータリ
    ンク情報の直前のデータ格納場所に関する情報の、双方
    に矛盾がないか、データリンク情報の組み合わせ毎に全
    組み合わせの確認を行う手段を有する請求項１０記載の
    データ管理システム。
15. 【請求項１５】 前記データ管理システム制御部は、前
    記複数の同一内容のデータリンク情報について、少なく
    とも該データリンク情報を参照する際に、前記分散した
    各データについて、直後のデータ格納場所に関する情
    報、およびその情報から次に参照されるセクタに格納さ
    れるデータリンク情報の直前のデータ格納場所に関する
    情報の、双方に矛盾がないか、データリンク情報の組み
    合わせの一つを用いて確認を行い、矛盾がある場合は、
    前記組み合わせとは異なる組み合わせの一つを用いて確
    認を行う手段を有する請求項１０記載のデータ管理シス
    テム。
16. 【請求項１６】 前記データ管理システム制御部は、前
    記データ格納場所に関する情報に矛盾がないか確認を行
    うために、前記分散したあるデータのデータリンク情報
    に含まれるその直後のデータ格納場所に関する情報か
    ら、該直後のデータを参照し、該直後のセクタに格納さ
    れるデータリンク情報に含まれる直前のデータの格納場
    所に関する情報と、前記直後のデータの格納場所に関す
    る情報とを比較する手段を有する請求項１３〜１５の何
    れかに記載のデータ管理システム。
17. 【請求項１７】 前記データ管理システム制御部は、前
    記データの格納場所に関する情報に矛盾がある場合、前
    記誤り訂正符号を用いて正しい情報に訂正する手段を有
    する請求項１１〜１６の何れかに記載のデータ管理シス
    テム。
18. 【請求項１８】 前記データ管理システム制御部は、前
    記複数の同一内容のデータリンク情報について、内容に
    矛盾がある場合は、矛盾がないデータリンク情報によっ
    て矛盾があるデータの修復を行う手段を有する請求項１
    ４〜１７の何れかに記載のデータ管理システム。
19. 【請求項１９】 前記データ管理システム制御部は、前
    記複数の同一内容のデータリンク情報について、内容の
    矛盾がある場合は、前記アプリケーションプログラムま
    たはオペレーティングシステムなどのソフトウエアヘ、
    その旨の通知を行う手段を有する請求項１〜１１の何れ
    かに記載のデータ管理システム。
20. 【請求項２０】 論理的なデータ管理単位であるセクタ
    にデータを分散させるためのデータ間の順序関係を示す
    と共に、セクタ毎に分散した各データ直前および直後の
    データ格納場所に関する情報を持つデータリンク情報
    を、不揮性半導体記憶部に対して、セクタ毎に分散した
    各データと共に格納するステップを有するデータ管理方
    法。
21. 【請求項２１】 前記アプリケーションプログラムまた
    はオペレーティングシステムなどのソフトウェアから与
    えらるＩＤ番号から該当するデータの先頭データを検索
    し、先頭セクタに格納されるデータリンク情報の直前の
    データ格納場所に関する情報について、その全ビットが
    前記ブロックを消去したときのビットの状態に等しいデ
    ータであるかどうかを比較するステップと、この比較結
    果が異なる場合、アプリケーションプログラムまたはオ
    ペレーテングシステムなどのソフトウエアに対し、デー
    タリンク情報に異常があることを知らせるステップとを
    有する請求項２０記載のデータ管理方法。
22. 【請求項２２】 前記アプリケーションプログラムまた
    はオペレーティングシステムなどのソフトウェアから与
    えられるＩＤ番号から該当するデータの先頭データを検
    索し、先頭セクタから順番に各セクタに格納されるデー
    タリンク情報の直後のデータ格納場所に関する情報を辿
    ることで最後のセクタを参照した時、該セクタに格納さ
    れるデータリンクの直後のデータ格納場所に関する情報
    について、その全ビットが前記ブロックを消去した時の
    ビットの状態に等しいデータであるかどうかを比較する
    ステップと、この比較結果が異なる場合、アプリケーシ
    ョンプログラムまたはオペレーテングシステムなどのソ
    フトウエアに対し、データリンク情報に異常があること
    を知らせるステップとを有する請求項２０または２１記
    載のデータ管理方法。
23. 【請求項２３】 少なくとも該データリンク情報を参照
    する際に、少なくとも前記分散した各データについて、
    その直後のデータ格納場所に関する情報、およびその情
    報から次に参照されるセクタに格納されるデータリンク
    情報の直前のデータ格納場所に関する情報の、双方に矛
    盾がないかどうかの確認を行うステップを有する請求項
    ２０〜２２の何れかに記載のデータ管理方法。
24. 【請求項２４】 前記複数の同一内容のデータリンク情
    報について、少なくとも該データリンク情報を参照する
    際に、前記分散した各データについて、直後のデータ格
    納場所に関する情報、およびその情報から次に参照され
    るセクタに格納されるデータリンク情報の直前のデータ
    格納場所に関する情報の、双方に矛盾がないか、データ
    リンク情報の組み合わせ毎に全組み合わせの確認を行う
    ステップを有する請求項２０〜２２の何れかに記載のデ
    ータ管理方法。
25. 【請求項２５】 前記複数の同一内容のデータリンク情
    報について、少なくとも該データリンク情報を参照する
    際に、前記分散した各データについて、直後のデータ格
    納場所に関する情報、およびその情報から次に参照され
    るセクタに格納されるデータリンク情報の直前のデータ
    格納場所に関する情報の、双方に矛盾がないか、データ
    リンク情報の組み合わせの一つを用いて確認を行い、矛
    盾がある場合は、前記組み合わせとは異なる組み合わせ
    の一つを用いて確認を行うステップを有する請求項２０
    〜２２の何れかに記載のデータ管理方法。
26. 【請求項２６】 前記データ格納場所に関する情報に矛
    盾がないか確認を行うために、前記分散したあるデータ
    のデータリンク情報に含まれるその直後のデータ格納場
    所に関する情報から、該直後のデータを参照し、該直後
    のセクタに格納されるデータリンク情報に含まれる直前
    のデータの格納場所に関する情報と、前記直後のデータ
    の格納場所に関する情報とを比較するステップを有する
    請求項２３〜２５の何れかに記載のデータ管理方法。
27. 【請求項２７】 前記データの格納場所に関する情報に
    矛盾がある場合、前記誤り訂正符号を用いて正しい情報
    に訂正するステップを有する請求項２１〜２６の何れか
    に記載のデータ管理方法。
28. 【請求項２８】 前記複数の同一内容のデータリンク情
    報について、内容に矛盾がある場合は、矛盾がないデー
    タリンク情報によって矛盾があるデータの修復を行うス
    テップを有する請求項２４〜２７の何れかに記載のデー
    タ管理方法。
29. 【請求項２９】 前記複数の同一内容のデータリンク情
    報について、内容の矛盾がある場合は、前記アプリケー
    ションプログラムまたはオペレーティングシステムなど
    のソフトウエアヘ、その旨の通知を行うステップを有す
    る請求項２０または２１記載のデータ管理方法。