JP2003177974A - ファイルシステム、ファイルシステム制御方法およびファイルシステムを制御するためのプログラム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 高速および長寿命のファイルシステムを構築
する。 【解決手段】 フラッシュメモリ２０００は、複数のバ
ンクを含むデータ用バンク２１００と、マージ用バンク
２２００と、更新データ用バンク２３００とを含む。フ
ラッシュメモリ２０００を用いたファイルシステムは、
データ書換命令に対応する更新データを更新データ用バ
ンク２３００に格納する回路と、更新データ用バンク２
３００に空きがなくなると、更新データ用バンク２３０
０に格納された更新データの中から各ブロックに対する
最新の更新データを選択する回路と、最新の更新データ
を処理する処理回路とを含む。処理回路は、最新の更新
データをマージ用バンクに格納する回路と、データ用バ
ンク２１００から最新の更新データに関連するデータを
選択してマージ用バンクに格納する回路と、マージ用バ
ンク２２００を新たなデータ用バンクに設定する回路と
を含む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータシス
テムのファイルシステムに関し、特に、フラッシュメモ
リ等の不揮発性半導体記憶装置を用いたファイルシステ
ムに関する。

【０００２】

【従来の技術】フラッシュメモリは、電気的に内容を書
き換えることができるＥＥＰＲＯＭ（Electrically Era
sable and Programmable ROM)の一種であって、ＤＲＡ
Ｍ（Dynamic Random Access Memory）より安価である、
バックアップ電源が不要である、ビットの変更が不可逆
的である、データの消去はバンク単位である、バンクの
消去に時間を要する、バンクの消去回数に限界があると
いう特徴を有する。

【０００３】このような特徴を有するフラッシュメモリ
は、携帯電話、ＰＤＡ（Personal Digital Assistan
t）、デジタルスチルカメラなどにおいて、データ記憶
用デバイスとして広く用いられている。これらの機器に
おいて、記憶するデータの種類が多くなり、データの保
存、削除、移動等を頻繁に行なうため、フラッシュメモ
リ上で動作するファイルシステムが必要になる。フラッ
シュメモリは、ビットの変更が不可逆的（ビット１から
０には変更できるが、逆のビット０から１には無制限に
変更できない）であるという特徴を有するため、フラッ
シュメモリ上でファイルシステムを構築する場合には、
以下のような問題点がある。すなわち、ファイルの内容
を変更すると、その度にバンクを消去して、変更後の内
容を書込まなければならない。本発明に関連するメモリ
について、図を用いて説明する。

【０００４】図４８に、本発明に関連するメモリの構造
を示す。図４８に示すように、このメモリ１２２は、フ
ラッシュメモリ２００とＲＡＭ３００とを含む。フラッ
シュメモリ２００は、３１個のデータ用バンク２１０
と、１個のマージ用バンクとを含む。１個のバンクは、
１００個のファイルブロックを含む。ＲＡＭ３００は、
キャッシュメモリとして１個のファイルブロックを含
む。ファイルの書換え命令が実行されると、ファイルに
書込まれるデータがキャッシュメモリであるＲＡＭ３０
０に書込まれ、その後、フラッシュメモリ２００がアク
セスされて、そのデータが所定のファイルブロックに書
込まれる。

【０００５】図４９〜図５３を参照して、このメモリの
動作について説明する。以下の説明では、ファイルブロ
ック（１００）、ファイルブロック（２１０）、ファイ
ルブロック（２５０）、ファイルブロック（３００）、
ファイルブロック（３０１）の順序でデータが書込まれ
ると想定する。図面中の丸数字の昇順に動作が進む。以
下の数字と丸数字とは対応する。

【０００６】１）マージ用バンク２２０である第３１番
目のバンクが初期状態で（ビットが全て１）、１番目の
書込み対象のファイルブロック（１００）がフラッシュ
メモリ２００のデータ用バンク２１０の第１番目のバン
クから、ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）にコピーされ
る。

【０００７】２）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）にコ
ピーされたファイルブロック（１００）のデータが更新
される。

【０００８】３）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）のフ
ァイルブロック（１００）が、マージ用バンク２２０で
ある第３１番目のバンクにコピーされる。

【０００９】４）データ用バンク２１０の中の第１番目
のバンクから、ファイルブロック（１００）以外のファ
イルブロックがマージ用バンク２２０である第３１番目
のバンクにコピーされる。

【００１０】５）第１番目のバンクが消去されて初期状
態にされ、この第１番目のバンクが新たなマージ用バン
ク２２０になる。第３１番目のバンクには、更新された
ファイルブロック（１００）を含む新たなファイルブロ
ック（１００）〜ファイルブロック（１９９）が記憶さ
れている。

【００１１】６）マージ用バンク２２０である第１番目
のバンクが初期状態で、２番目の書込み対象のファイル
ブロック（２１０）がフラッシュメモリ２００のデータ
用バンク２１０の第２番目のバンクから、ＲＡＭ３００
のエントリＣ（０）にコピーされる。

【００１２】７）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）にコ
ピーされたファイルブロック（２１０）のデータが更新
される。

【００１３】８）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）のフ
ァイルブロック（２１０）が、マージ用バンク２２０で
ある第１番目のバンクにコピーされる。

【００１４】９）データ用バンク２１０の中の第２番目
のバンクから、ファイルブロック（２１０）以外のファ
イルブロックがマージ用バンク２２０である第１番目の
バンクにコピーされる。

【００１５】１０）第２番目のバンクが消去されて初期
状態にされ、この第２番目のバンクが新たなマージ用バ
ンク２２０になる。第１番目のバンクには、更新された
ファイルブロック（２１０）を含む新たなファイルブロ
ック（２００）〜ファイルブロック（２９９）が記憶さ
れている。

【００１６】１１）マージ用バンク２２０である第２番
目のバンクが初期状態で、３番目の書込み対象のファイ
ルブロック（２５０）がフラッシュメモリ２００のデー
タ用バンク２１０の第２番目のバンクから、ＲＡＭ３０
０のエントリＣ（０）にコピーされる。

【００１７】１２）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）に
コピーされたファイルブロック（２５０）のデータが更
新される。

【００１８】１３）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）の
ファイルブロック（２５０）が、マージ用バンク２２０
である第２番目のバンクにコピーされる。

【００１９】１４）データ用バンク２１０の中の第２番
目のバンクから、ファイルブロック（２５０）以外のフ
ァイルブロックがマージ用バンク２２０である第２番目
のバンクにコピーされる。

【００２０】１５）第１番目のバンクが消去されて初期
状態にされ、この第１番目のバンクが新たなマージ用バ
ンク２２０になる。第２番目のバンクには、更新された
ファイルブロック（２５０）を含む新たなファイルブロ
ック（２００）〜ファイルブロック（２９９）が記憶さ
れている。

【００２１】１６）マージ用バンク２２０である第１番
目のバンクが初期状態で、４番目の書込み対象のファイ
ルブロック（３００）がフラッシュメモリ２００のデー
タ用バンク２１０の第３番目のバンクから、ＲＡＭ３０
０のエントリＣ（０）にコピーされる。

【００２２】１７）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）に
コピーされたファイルブロック（３００）のデータが更
新される。

【００２３】１８）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）の
ファイルブロック（３００）が、マージ用バンク２２０
である第１番目のバンクにコピーされる。

【００２４】１９）データ用バンク２１０の中の第３番
目のバンクから、ファイルブロック（３００）以外のフ
ァイルブロックがマージ用バンク２２０である第１番目
のバンクにコピーされる。

【００２５】２０）第３番目のバンクが消去されて初期
状態にされ、この第３番目のバンクが新たなマージ用バ
ンクになる。第１番目のバンクには、更新されたファイ
ルブロック（３００）を含む新たなファイルブロック
（３００）〜ファイルブロック（３９９）が記憶されて
いる。

【００２６】２１）マージ用バンク２２０である第３番
目のバンクが初期状態で、５番目の書込み対象のファイ
ルブロック（３０１）がフラッシュメモリ２００のデー
タ用バンク２１０の第１番目のバンクから、ＲＡＭ３０
０のエントリＣ（０）にコピーされる。

【００２７】２２）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）に
コピーされたファイルブロック（３０１）のデータが更
新される。

【００２８】２３）ＲＡＭ３００のエントリＣ（０）の
ファイルブロック（３０１）が、マージ用バンク２２０
である第３番目のバンクにコピーされる。

【００２９】２４）データ用バンク２１０の中の第１番
目のバンクから、ファイルブロック（３０１）以外のフ
ァイルブロックがマージ用バンク２２０である第３番目
のバンクにコピーされる。

【００３０】２５）第１番目のバンクが消去されて初期
状態にされ、この第１番目のバンクが新たなマージ用バ
ンク２２０になる。第３番目のバンクには、更新された
ファイルブロック（３０１）を含む新たなファイルブロ
ック（３００）〜ファイルブロック（３９９）が記憶さ
れている。

【００３１】このようにして、５個のファイルブロック
を更新するのに、バンクを５回消去する必要がある。前
述の説明のように、このようなバンク単位の消去に必要
とする時間は長く、消去の回数には一定の制限がある。

【００３２】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
メモリでは、バンクの消去が頻繁に発生するため、実行
速度が遅くなるとともに、フラッシュメモリの寿命が短
くなる。また、従来のメモリでは、予期しないタイミン
グで電源が切られたり、リセットされたりすると、ファ
イルシステム全体が破壊されて、再フォーマットしない
と使用できなくなる場合がある。このような事態になる
と、記憶されていたデータは消滅する。

【００３３】本発明は、上述の課題を解決するためにな
されたものであって、フラッシュメモリを用いて、予期
しない電源遮断に対してもバックアップ機能を有し、か
つ高速および長寿命のファイルシステム、ファイルシス
テム制御方法およびファイルシステムを制御するための
プログラムを提供することである。

【００３４】

【課題を解決するための手段】第１の発明に係るファイ
ルシステムは、複数のバンクを有する不揮発性半導体記
憶装置を含む。各バンクは、複数のブロックを含む。不
揮発性半導体記憶装置は、バンク単位で消去が可能であ
る。複数のバンクは、少なくとも１つの更新データ用バ
ンクと、少なくとも１つのマージ用バンクと、データバ
ンクとに分割される。ファイルシステムは、データ書換
命令に対応する更新データを、更新データ用バンクに格
納するための更新データ格納手段と、予め定められた第
１の条件が満足されると、更新データ用バンクに格納さ
れた更新データの中から、最新の更新データを選択する
ための最新データ選択手段と、最新データ選択手段に接
続され、選択された最新の更新データを処理するための
処理手段とを含む。処理手段は、選択された最新の更新
データを、マージ用バンクの第１のブロックに格納する
ための第１のマージデータ格納手段と、データバンクか
ら、最新の更新データに関連するデータを選択するため
の関連データ選択手段と、選択されたデータを、マージ
用バンクの第２のブロックに格納するための第２のマー
ジデータ格納手段と、最新の更新データと最新の更新デ
ータに関連するデータとが格納されたマージ用バンク
を、新たなデータバンクに設定するための設定手段とを
含む。

【００３５】第１の発明によると、不揮発性半導体記憶
装置として、たとえばフラッシュメモリを実装する。デ
ータ書換命令が発生すると、その命令に対応する更新デ
ータが更新データ用バンクの空きブロックに格納され
る。たとえば、それが繰返されて、更新データ用バンク
の空きブロックがない状態になると、更新データ用バン
クの中から、最新の更新データが選択される。選択され
た最新の更新データがマージ用バンクの第１のブロック
に、最新の更新データに関連するデータがマージ用バン
クの第２のブロックに、格納される。具体的には、ある
１つのバンクに第０のブロックから第９９のブロックま
での１００個のブロックを含む場合を説明する。第０の
ブロックに格納されるデータが、更新データ用バンクに
格納されている場合、第０のブロックに対応する更新デ
ータの中で最新のものを調べ、そのブロックがマージ用
バンクの第１のブロックに、第１〜第９９の９９個のブ
ロックが関連するデータとしてマージ用バンクの第２の
ブロックに格納される。１００個のブロックが格納され
たマージ用バンクが、新たなデータバンクに設定され
る。これにより、更新データ用バンクの空きブロックが
なくなるまでは、更新データ用バンクに更新データが記
憶される。更新データ用バンクの空きブロックがなくな
ると、その更新データ用バンクの中の全更新データに対
して処理が行なわれるが、同一ブロックの更新データが
複数存在する場合は、その中で最新の更新データに対し
てのみ処理が行なわれる。また、同一バンクに含まれる
ブロックの更新データに対する処理は同時に行われるの
で、最大で１００ブロック分の更新データに対する処理
においても１回の消去で済む。データ書換命令が発生す
る毎にその命令に関するデータが格納されたバンクに対
してバンクの消去が実行される場合に比較して、大幅に
消去の回数を減少させることができる。その結果、フラ
ッシュメモリを用いた高速および長寿命のファイルシス
テムを提供することができる。

【００３６】第２の発明に係るファイルシステムは、第
１の発明の構成に加えて、第１の条件は、更新データ用
バンクに、空きブロックがないという条件である。

【００３７】第２の発明によると、更新データ用バンク
の空きブロックがなくなるまでは、更新データの処理が
実行されず、バンクの消去も発生しない。

【００３８】第３の発明に係るファイルシステムは、第
１の発明の構成に加えて、２以上のブロックを格納する
揮発性半導体記憶装置をさらに含む。更新データ格納手
段は、更新前のデータを、揮発性半導体記憶装置のブロ
ックに格納するための手段と、揮発性半導体記憶装置の
ブロックの中から、データ書換命令に対応するデータが
格納されたブロックを選択するための手段と、選択され
たブロックに格納された、更新前のデータを更新するた
めの手段と、更新されたデータを、更新データ用バンク
に格納するための手段とを含む。

【００３９】第３の発明によると、揮発性半導体記憶装
置としてＲＡＭを実装する。データ書換命令が発生する
と、その命令に対応する更新データがＲＡＭに格納され
る。次のデータ書換命令が、先ほど更新されたデータを
再び更新する場合、ＲＡＭに格納された更新データを更
新することができる。これにより、更新データ用バンク
の空きブロックがなくなる回数を減少させることがで
き、その結果、フラッシュメモリを用いた高速および長
寿命のファイルシステムを提供することができる。

【００４０】第４の発明に係るファイルシステムは、第
１の発明の構成に加えて、複数のデータバンクの中か
ら、全てのブロックが初期化された状態であるバンクを
抽出するための抽出手段と、抽出手段により抽出された
バンクを、マージ用バンクに設定するための設定手段と
をさらに含む。

【００４１】第４の発明によると、抽出手段は、全ての
ブロックが初期化された状態であるバンクを抽出する。
これにより、繰返し同じバンクへのデータ書込命令が発
生しても、同じバンクがマージ用バンクに設定されるこ
とがなくなり、特定のバンクが消去されることを回避で
きる。その結果、バンクの消去回数が平均化されて、極
端に消去回数の多いバンクがなくなり、より長寿命のフ
ァイルシステムを提供することができる。

【００４２】第５の発明に係るファイルシステムは、第
１の発明の構成に加えて、処理手段は、関連するデータ
が格納されていたデータバンクを初期化して、新たな更
新データ用バンクに設定するための更新用バンク設定手
段と、更新データ用バンクであったバンクを初期化し
て、新たなマージ用バンクに設定するためのマージ用バ
ンク設定手段とをさらに含む。

【００４３】第５の発明によると、データバンク、更新
用バンクおよびマージ用バンクが、入れ替わるので、同
じ更新データ用バンクに更新データが書込まれることを
回避できる。その結果、極端に消去回数の多いバンクが
なくなり、より長寿命のファイルシステムを提供するこ
とができる。

【００４４】第６の発明に係るファイルシステムは、第
５の発明の構成に加えて、処理手段は、設定されたデー
タバンクが最新のデータバンクであることを示す情報を
作成するための作成手段をさらに含む。

【００４５】第６の発明によると、新たなデータバンク
の作成後であって、関連するデータが格納されていたデ
ータバンクを初期化する前に、電源が遮断されると、同
じデータバンクが並存する。そのような場合でも、作成
手段により作成された最新のデータバンクであることを
示す情報に基づいて、新たに作成されたデータバンクを
特定できる。その結果、フラッシュメモリを用いて、予
期しない電源遮断に対してもバックアップ機能を有する
ファイルシステムを提供することができる。

【００４６】第７の発明に係るファイルシステムは、第
１の発明の構成に加えて、予め定められた第２の条件が
満足されると、更新データ用バンクに格納されたデータ
に関する管理情報を、不揮発性半導体記憶装置に格納す
るための管理情報格納手段と、管理情報が格納されたこ
とに応答して、更新データバンクの各ブロック毎に、更
新データに対応付けて、管理情報が格納されたことを示
す情報を格納するための情報格納手段とをさらに含む。

【００４７】第７の発明によると、たとえば、データ書
換命令に対応する複数のブロックに対する更新が終了す
ると、管理情報格納手段により、管理情報がフラッシュ
メモリに格納される。更新データバンクのこれら複数の
ブロックには、管理情報が格納されたことを示す情報を
格納される。これにより、フラッシュメモリに管理情報
が格納されたデータと、そうではないデータとを、管理
情報が格納されたこと表わす情報に基づいて識別でき
る。電源が遮断されても、この情報に基づいて、管理情
報がフラッシュメモリに格納されているか否かを判断で
きる。電源再投入時には、フラッシュメモリに格納され
た管理情報に基づいて、データを再現することができ
る。その結果、フラッシュメモリを用いて、予期しない
電源遮断に対してもバックアップ機能を有するファイル
システムを提供することができる。

【００４８】第８の発明に係るファイルシステムは、第
７の発明の構成に加えて、最新データ選択手段は、更新
データ用バンクに格納された更新データの中から、各ブ
ロックに対する最新の更新データであって、管理情報が
格納されたことを示す情報が対応付けられた更新データ
を選択するための手段を含む。

【００４９】第８の発明によると、更新データの中から
選択される更新データは、管理情報が格納されている更
新データである。これにより、フラッシュメモリに管理
情報が格納された更新データを、処理対象の更新データ
として選択できる。フラッシュメモリに管理情報が格納
されている更新データに基づいて処理が実行される。こ
の処理の途中で電源遮断が発生しても、すでに管理情報
がフラッシュメモリに格納されている更新データに基づ
いて処理が行なわれているので、電源再投入時にはフラ
ッシュメモリに格納された管理情報に基づいて、データ
を再現できる。その結果、十分なバックアップ機能を有
するファイルシステムを提供することができる。

【００５０】第９の発明に係るファイルシステムは、第
７の発明の構成に加えて、更新用バンク設定手段は、関
連するデータが格納されていたバンクを初期化して、初
期化されたバンクに、管理情報が格納されたことを示す
情報が対応付けられていない更新データを格納して、新
たな更新データ用バンクに設定するための手段を含む。

【００５１】第９の発明によると、管理情報がフラッシ
ュメモリに格納されていない更新データは、更新データ
用バンクに格納する。これにより、更新データ用バンク
の空きブロックがなくなった場合であっても、フラッシ
ュメモリに管理情報が格納されていない更新データを更
新処理の対象として、引継ぐことができる。

【００５２】第１０の発明に係るファイルシステムは、
第７の発明の構成に加えて、第２の条件は、データ書換
命令に対応する複数のブロックに対する更新が終了した
という条件である。

【００５３】第１０の発明によると、データ書換命令に
よるデータの書換えが複数のブロックにおよぶ場合、そ
の複数のブロックに対する更新が終了すると、更新デー
タ用バンクに格納されたデータに関する管理情報が、フ
ラッシュメモリに格納される。

【００５４】第１１の発明に係るファイルシステムは、
第７の発明の構成に加えて、第２の条件は、更新データ
用バンクに、空きブロックがないという条件である。

【００５５】第１１の発明によると、更新データ用バン
クの空きブロックがなくなるまでは、管理情報の処理が
実行されず、バンクの消去も発生しない。

【００５６】第１２の発明に係るファイルシステムは、
第７の発明の構成に加えて、書込まれるデータの容量
が、更新データ用バンクの大きさよりも大きい場合に
は、更新データ用のバンクの大きさ以下の容量のデータ
に分割するための分割手段をさらに含む。第２の条件
は、分割されたデータが書込まれたという条件である。

【００５７】第１２の発明によると、更新データ用バン
クの大きさよりも大きなデータでも書込命令を実行でき
る。

【００５８】第１３の発明に係るファイルシステムは、
第７の発明の構成に加えて、書込まれるデータの容量
が、更新データ用バンクの大きさよりも大きい場合に
は、マージ用バンクの大きさと同じ容量のデータに分割
するための分割手段と、分割されたデータをマージ用バ
ンクに格納するための手段とをさらに含む。

【００５９】第１３の発明によると、更新データ用バン
クの大きさよりも大きなデータでも、そのデータをマー
ジ用バンクの大きさに分割して、更新データ用バンクを
経由することなく、マージ用バンクに格納できる。これ
により、更新データ用バンクへの消去回数を減少させる
ことができる。

【００６０】第１４の発明に係るファイルシステムは、
複数のバンクを有する不揮発性半導体記憶装置と、バッ
クアップ機能を有する揮発性半導体記憶装置とを含む。
揮発性半導体装置は、少なくとも１つの更新データ用バ
ンクを含む。各バンクは複数のブロックを含む。不揮発
性半導体記憶装置は、バンク単位で消去が可能である。
不揮発性半導体装置の複数のバンクは、少なくとも１つ
のマージ用バンクと、データバンクとに分割される。フ
ァイルシステムは、データ書換命令に対応する更新デー
タを、更新データ用バンクに格納するための更新データ
格納手段と、予め定められた第１の条件が満足される
と、更新データ用バンクに含まれる複数のブロックに格
納された更新データの中から、各ブロックに対する最新
の更新データを選択するための最新データ選択手段と、
最新データ選択手段に接続され、選択された最新の更新
データを処理するための処理手段とを含む。処理手段
は、選択された最新の更新データを、マージ用バンクの
第１のブロックに格納するための第１のマージデータ格
納手段と、データバンクから、最新の更新データに関連
するデータを選択するための関連データ選択手段と、選
択されたデータを、マージ用バンクの第２のブロックに
格納するための第２のマージデータ格納手段と、最新の
更新データと最新の更新データに関連するデータとが格
納されたマージ用バンクを、新たなデータバンクに設定
するための設定手段とを含む。

【００６１】第１４の発明によると、バックアップ機能
を有する揮発性半導体記憶装置として、たとえばＳＲＡ
Ｍ（Static Random Access Memory）を実装する。この
ＳＲＡＭは、更新データ用バンクを含む。ＳＲＡＭは、
データの書込みおよび読出しに関する制限がないため、
更新用データ用バンクには、同じブロックに対する書込
命令が発生すると、ＳＲＡＭ上の同じブロックにデータ
が書込まれる。これにより、ＳＲＡＭ上の更新データ用
バンクの空きブロックがなくなる回数が減少する。その
結果、フラッシュメモリを用いた高速および長寿命のフ
ァイルシステムを提供することができる。

【００６２】第１５の発明に係るファイルシステムは、
第１４の発明の構成に加えて、第１の条件は、更新デー
タ用バンクに、空きブロックがないという条件である。

【００６３】第１５の発明によると、更新データ用バン
クの空きブロックがなくなると、更新データの処理が実
行される。この更新データの処理が実行されるタイミン
グは、ＳＲＡＭ上に１００個のブロックを有する更新デ
ータ用バンクが設定されている場合、１０１種類目のブ
ロックに対する書込命令が発生したタイミングである。
これにより、ＳＲＡＭ上の更新データ用バンクの空きブ
ロックがなくなる回数が減少する。

【００６４】第１６の発明に係る制御方法は、ファイル
システムを制御する方法である。このファイルシステム
は、複数のバンクを有する不揮発性半導体記憶装置を含
む。各バンクは、複数のブロックを含む。不揮発性半導
体記憶装置は、バンク単位で消去が可能である。複数の
バンクは、少なくとも１つの更新データ用バンクと、少
なくとも１つのマージ用バンクと、データバンクとに分
割される。ファイルシステムを制御する方法は、データ
書換命令に対応する更新データを、更新データ用バンク
に格納する更新データ格納ステップと、予め定められた
第１の条件が満足されると、更新データ用バンクに格納
された更新データの中から、各ブロックに対する最新の
更新データを選択する最新データ選択ステップと、選択
された最新の更新データを処理する処理ステップとを含
む。処理ステップは、選択された最新の更新データを、
マージ用バンクの第１のブロックに格納する第１のマー
ジデータ格納ステップと、データバンクから、最新の更
新データに関連するデータを選択する関連データ選択ス
テップと、選択されたデータを、マージ用バンクの第２
のブロックに格納する第２のマージデータ格納ステップ
と、最新の更新データと最新の更新データに関連するデ
ータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデータバ
ンクに設定する設定ステップとを含む。

【００６５】第１６の発明によると、不揮発性半導体記
憶装置として、たとえばフラッシュメモリを実装する。
データ書換命令が発生すると、その命令に対応する更新
データが更新データ用バンクの空きブロックに格納され
る。たとえば、それが繰返されて、更新データ用バンク
の空きブロックがなくなると、更新データ用バンクの中
から、各ブロックに対する最新の更新データが選択され
る。選択された最新の更新データがマージ用バンクの第
１のブロックに、最新の更新データに関連するデータが
マージ用バンクの第２のブロックに、格納される。これ
により、更新データ用バンクの空きブロックがなくなる
までは、更新データ用バンクに更新データが記憶され
る。更新データ用バンクの空きブロックがなくなると、
その更新データ用バンクの中の全更新データに対して処
理が行なわれるが、同一ブロックの更新データが複数存
在する場合は、その中で最新の更新データに対してのみ
処理が行なわれる。また、同一バンクに含まれるブロッ
クの更新データに対する処理は同時に行なわれるので、
最大で１００ブロック分の更新データに対する処理にお
いても１回の消去で済む。データ書換命令が発生する毎
にその命令に関するデータが格納されたバンクに対して
バンクの消去が実行される場合に比較して、大幅に消去
の回数を減少させることができる。その結果、フラッシ
ュメモリを用いた高速および長寿命のファイルシステム
を制御する方法を提供することができる。

【００６６】第１７の発明に係る制御方法は、ファイル
システムを制御する方法である．ファイルシステムは、
複数のバンクを有する不揮発性半導体記憶装置と、バッ
クアップ機能を有する揮発性半導体記憶装置とを含む。
揮発性半導体装置は、少なくとも１つの更新データ用バ
ンクを含む。各バンクは複数のブロックを含む。不揮発
性半導体記憶装置は、バンク単位で消去が可能である。
不揮発性半導体装置の複数のバンクは、少なくとも１つ
のマージ用バンクと、データバンクとに分割される。フ
ァイルシステムを制御する方法は、データ書換命令に対
応する更新データを、更新データ用バンクに格納する更
新データ格納ステップと、予め定められた第１の条件が
満足されると、更新データ用バンクに格納された更新デ
ータの中から、各ブロックに対する最新の更新データを
選択する最新データ選択ステップと、選択された最新の
更新データを処理する処理ステップとを含む。処理ステ
ップは、選択された最新の更新データを、マージ用バン
クの第１のブロックに格納する第１のマージデータ格納
ステップと、データバンクから、最新の更新データに関
連するデータを選択する関連データ選択ステップと、選
択されたデータを、マージ用バンクの第２のブロックに
格納する第２のマージデータ格納ステップと、最新の更
新データと最新の更新データに関連するデータとが格納
されたマージ用バンクを、新たなデータバンクに設定す
る設定ステップとを含む。

【００６７】第１７の発明によると、バックアップ機能
を有する揮発性半導体記憶装置として、たとえばＳＲＡ
Ｍを実装する。このＳＲＡＭは、更新データ用バンクを
含む。ＳＲＡＭは、データの書込みおよび読出しに関す
る制限がないため、更新用データ用バンクには、同じブ
ロックに対する書込命令が発生すると、ＳＲＡＭ上の同
じブロックにデータが書込まれる。これにより、ＳＲＡ
Ｍ上の更新データ用バンクの空きブロックがなくなる回
数が減少する。その結果、フラッシュメモリを用いた高
速および長寿命のファイルシステムを制御する方法を提
供することができる。

【００６８】第１８の発明に係るプログラムは、ファイ
ルシステムを制御するためのプログラムである。ファイ
ルシステムは、複数のバンクを有する不揮発性半導体記
憶装置を含む。各バンクは、複数のブロックを含む。不
揮発性半導体記憶装置は、バンク単位で消去が可能であ
る。複数のバンクは、少なくとも１つの更新データ用バ
ンクと、少なくとも１つのマージ用バンクと、データバ
ンクとに分割される。プログラムはコンピュータに、デ
ータ書換命令に対応する更新データを、更新データ用バ
ンクに格納する更新データ格納ステップと、予め定めら
れた第１の条件が満足されると、更新データ用バンクに
格納された更新データの中から、各ブロックに対する最
新の更新データを選択する最新データ選択ステップと、
選択された最新の更新データを処理する処理ステップと
を実行させる。処理ステップは、選択された最新の更新
データを、マージ用バンクの第１のブロックに格納する
第１のマージデータ格納ステップと、データバンクか
ら、最新の更新データに関連するデータを選択する関連
データ選択ステップと、選択されたデータを、マージ用
バンクの第２のブロックに格納する第２のマージデータ
格納ステップと、最新の更新データと最新の更新データ
に関連するデータとが格納されたマージ用バンクを、新
たなデータバンクに設定する設定ステップとを含む。

【００６９】第１８の発明によると、不揮発性半導体記
憶装置として、たとえばフラッシュメモリを実装する。
データ書換命令が発生すると、その命令に対応する更新
データが更新データ用バンクの空きブロックに格納され
る。たとえば、それが繰返されて、更新データ用バンク
の空きブロックがなくなると、更新データ用バンクの中
から、各ブロックに対する最新の更新データが選択され
る。選択された最新の更新データがマージ用バンクの第
１のブロックに、最新の更新データに関連するデータが
マージ用バンクの第２のブロックに、格納される。これ
により、更新データ用バンクの空きブロックがなくなる
までは、更新データ用バンクに更新データが記憶され
る。更新データ用バンクの空きブロックがなくなると、
その更新データ用バンクの中の全更新データに対して処
理が行なわれるが、同一ブロックの更新データが複数存
在する場合は、その中で最新の更新データに対してのみ
処理が行なわれる。また、同一バンクに含まれるブロッ
クの更新データに対する処理は同時に行なわれるので、
最大で１００ブロック分の更新データに対する処理にお
いても１回の消去で済む。データ書換命令が発生する毎
にその命令に関するデータが格納されたバンクに対して
バンクの処理が実行される場合に比較して、大幅に消去
の回数を減少させることができる。その結果、フラッシ
ュメモリを用いた高速および長寿命のファイルシステム
を制御するためのプログラムを提供することができる。

【００７０】第１９の発明に係るプログラムは、ファイ
ルシステムを制御するためのプログラムである。ファイ
ルシステムは、複数のバンクを有する不揮発性半導体記
憶装置と、バックアップ機能を有する揮発性半導体記憶
装置とを含む。揮発性半導体装置は、少なくとも１つの
更新データ用バンクを含む。各バンクは複数のブロック
を含む。不揮発性半導体記憶装置は、バンク単位で消去
が可能である。不揮発性半導体装置の複数のバンクは、
少なくとも１つのマージ用バンクと、データバンクとに
分割される。プログラムはコンピュータに、データ書換
命令に対応する更新データを、更新データ用バンクに格
納する更新データ格納ステップと、予め定められた第１
の条件が満足されると、更新データ用バンクに格納され
た更新データの中から、各ブロックに対する最新の更新
データを選択する最新データ選択ステップと、選択され
た最新の更新データを処理する処理ステップとを実行さ
せる。処理ステップはコンピュータに、選択された最新
の更新データを、マージ用バンクの第１のブロックに格
納する第１のマージデータ格納ステップと、データバン
クから、最新の更新データに関連するデータを選択する
関連データ選択ステップと、選択されたデータを、マー
ジ用バンクの第２のブロックに格納する第２のマージデ
ータ格納ステップと、最新の更新データと最新の更新デ
ータに関連するデータとが格納されたマージ用バンク
を、新たなデータバンクに設定する設定ステップとを含
む。

【００７１】第１９の発明によると、バックアップ機能
を有する揮発性半導体記憶装置として、たとえばＳＲＡ
Ｍを実装する。このＳＲＡＭは、更新データ用バンクを
含む。ＳＲＡＭは、データの書込みおよび読出しに関す
る制限がないため、更新用データ用バンクには、同じブ
ロックに対する書込命令が発生すると、ＳＲＡＭ上の同
じブロックにデータが書込まれる。これにより、ＳＲＡ
Ｍ上の更新データ用バンクの空きブロックがなくなる回
数が減少する。その結果、フラッシュメモリを用いた高
速および長寿命のファイルシステムを制御するためのプ
ログラムを提供することができる。

【００７２】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しつつ、本発明
の実施の形態について説明する。以下の説明では、同一
の部品には同一の符号を付してある。それらの名称およ
び機能も同じである。したがってそれらについての詳細
な説明は繰返さない。

【００７３】＜第１の実施の形態＞本実施の形態に係る
ファイルシステムは、バンク単位に消去が可能な不揮発
性ＲＯＭ（フラッシュメモリ）のファイル制御に関する
ものである。このファイルシステムは、特に、何回もデ
ータを書換える用途でフラッシュメモリを搭載する機器
（携帯電話、ＰＤＡ、ディジタルスチルカメラ等の携帯
機器）に使用される。

【００７４】図１に、携帯機器１０２０の構成をブロッ
ク図形式で示す。図１に示すように、携帯機器１０２０
は、相互にバスで接続されたＣＰＵ（Central Processi
ng Unit）１２００と、メモリ１２２０と、入力キー１
１００と、液晶モニタ１０４０とを含む。本実施の形態
に係るファイルシステムを制御するプログラムは、メモ
リ１２２０の不揮発性メモリ部分（フラッシュメモリ）
に予め記憶される。図１に示した携帯機器のハードウェ
ア自体は一般的なものである。したがって、本発明の本
質的な部分は、メモリ１２２０などの記録媒体に記録さ
れたソフトウェアである。

【００７５】図２を参照して、メモリ１２２０の内部構
造について説明する。メモリ１２２０は、フラッシュメ
モリ２０００とＲＡＭ３０００とを含む。フラッシュメ
モリ２０００は、データ用バンク２１００と、マージ用
バンク２２００と、更新データ用バンク２３００とを含
む。データ用バンク２１００は、３０個のバンクから構
成される。マージ用バンク２２００および更新データ用
バンク２３００は、それぞれ１個のバンクから構成され
る。すなわち、フラッシュメモリ２０００は、３２個の
バンクから構成される。１個のバンクは、１００個のフ
ァイルブロックを含む。それぞれのファイルブロック
は、データ保存領域と管理テーブル記憶領域とを含む。
ＲＡＭ３０００は、キャッシュ領域３１００と、ファイ
ルブロック管理テーブル記憶領域３２００と、システム
記憶領域３３００とを含む。キャッシュ領域は、４個の
ファイルブロックから構成される。

【００７６】本発明は、このような構成に限定されるも
のではなく、複数のファイルブロックから構成されるＲ
ＡＭ３０００と、１個以上のバンクを含むマージ用バン
ク２２００と、１個以上のバンクを含む更新データ用バ
ンク２３００と、３０個程度のバンクを含むデータ用バ
ンク２１００とから構成されるものであれば、特に限定
されない。

【００７７】図３を参照して、さらにメモリ１２２０の
内部構造を説明する。図３に示すように、データ用バン
ク２１００は、ファイルブロック（０）からファイルブ
ロック（９９）までにより構成される第０番目のバン
ク、ファイルブロック（１００）からファイルブロック
（１９９）までにより構成される第１番目のバンク、フ
ァイルブロック（２００）からファイルブロック（２９
９）までにより構成される第２番目のバンク、ファイル
ブロック（３００）からファイルブロック（３９９）ま
でにより構成される第３番目のバンク、…、ファイルブ
ロック（２９００）からファイルブロック（２９９９）
までにより構成される第２９番目のバンクの３０個のバ
ンクを含む。

【００７８】マージ用バンク２２００は、ファイルブロ
ック（３０００）からファイルブロック（３０９９）ま
でにより構成される第３０番目のバンク、更新データ用
バンク２３００は、ファイルブロック（３１００）から
ファイルブロック（３１９９）までにより構成される第
３１番目のバンクから構成される。

【００７９】更新データ用バンク２３００は、１００個
のエントリ（Ｒ（０）、Ｒ（１）、Ｒ（２）、…、Ｒ
（９６）、Ｒ（９７）、Ｒ（９８）、Ｒ（９９））によ
り構成される。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１０
０は、４個のエントリ（Ｃ（０）、Ｃ（１）、Ｃ
（２）、Ｃ（３））により構成される。

【００８０】図４を参照して、ファイル構成について説
明する。図４に、３個のファイルブロックから構成され
るファイル構成を示す。ファイルブロックにはファイル
サイズおよびタイムスタンプを記憶する領域がある。フ
ァイルのサイズが大きくなり、図４に示すような３個の
ファイルブロックでは格納できなくなると、新たなファ
イルブロックが追加される。

【００８１】図５を参照して、ファイルブロック管理テ
ーブルについて説明する。図５に示すように、ファイル
ブロック管理テーブルは、全てのファイルブロックのエ
ントリを記憶する。それぞれのファイルブロックごとに
ファイルブロックのステータスを記憶する。ステータス
は、フラグと次のファイルブロック番号とを含む。フラ
グは、ファイルブロックの使用状態を示す識別符号であ
る。たとえば、「０」が「未使用」、「１」が「ファイ
ルとして使用」、「２」が「ディレクトリとして使用」
というように設定される。

【００８２】図６を参照して、本実施の形態に係るファ
イルシステムで実行される書込み処理の制御構造につい
て説明する。

【００８３】ステップ（以下、ステップをＳと略す。）
１０００にて、ＣＰＵ１２００は、処理対象の命令が書
込み命令であるか否かを判断する。処理対象の命令が書
込み命令である場合には（Ｓ１０００にてＹＥＳ）、処
理は、Ｓ１００２に移される。もしそうでないと（Ｓ１
０００にてＮＯ）、処理はＳ１０００に戻され、書込み
命令を待つ。

【００８４】Ｓ１００２にて、ＣＰＵ１２００は、書込
み命令に基づいて、書込み先であるＮ個のファイルブロ
ックを決定する。このとき、書込み命令によりファイル
に書込まれる情報は、データのみならず、タイムスタン
プおよびサイズ等を含む。タイムスタンプおよびサイズ
は、ファイルブロックごとではなく、１個のファイルに
対して１個のタイムスタンプおよびサイズとが記憶され
るため、１個の書込み命令による書込み対象のファイル
ブロックは、多くの場合、２以上のファイルブロックに
またがる。

【００８５】Ｓ１００４にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｉを初期化（Ｉ＝１）する。Ｓ１００６にて、ＣＰＵ１
２００は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
（エントリＣ（０）〜Ｃ（３））内に、ファイルブロッ
ク（Ｉ）があるか否かを判断する。ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００にファイルブロック（Ｉ）がある
と（Ｓ１００６にてＹＥＳ）、処理は、Ｓ１０１４に移
される。もしそうでないと（Ｓ１００６にてＮＯ）、処
理は、Ｓ１００８に移される。

【００８６】Ｓ１００８にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡ
Ｍ３０００のキャッシュ領域３１００に空きがないか否
かを判断する。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１０
０に空きがないと（Ｓ１００８にてＹＥＳ）、処理はＳ
１０１０に移される。もしそうでないと（Ｓ１００８に
てＮＯ）、処理はＳ１０１２に移される。

【００８７】Ｓ１０１０にて、ＣＰＵ１２００は、copy
＿cache＿to＿bank処理を行なう。copy＿cache＿to＿ba
nk処理の詳細については後述する。Ｓ１０１２にて、Ｃ
ＰＵ１２００は、copy＿bank＿to＿cache処理を行な
う。copy＿bank＿to＿cache処理の詳細については後述
する。

【００８８】Ｓ１０１４にて、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００内のファイルブロック（Ｉ）を更新す
る。Ｓ１０１６にて、ＣＰＵ１２００は、変数Ｉに１を
加算する。Ｓ１０１８にて、ＣＰＵ１２００は、変数Ｉ
がファイルブロック数Ｎよりも大きいか否かを判断す
る。変数Ｉがファイルブロック数Ｎよりも大きい場合に
は（Ｓ１０１８にてＹＥＳ）、処理は、Ｓ１０２０に移
される。もしそうでないと（Ｓ１０１８にてＮＯ）、処
理は、Ｓ１００６に戻され、次のファイルブロックに対
する処理が実行される。Ｓ１０２０にて、ＣＰＵ１２０
０は、コミット処理を行なう。このコミット処理の詳細
については後述する。

【００８９】図７を参照して、本実施の形態に係るファ
イルシステムで実行される読出し処理の制御構造につい
て説明する。

【００９０】Ｓ１１００にて、ＣＰＵ１２００は、処理
対象の命令が読出し命令であるか否かを判断する。処理
対象の命令が読出し命令である場合には（Ｓ１１００に
てＹＥＳ）、処理は、Ｓ１１０２に移される。もしそう
でないと（Ｓ１１００にてＮＯ）、処理はＳ１１００に
戻され、読出し命令を待つ。

【００９１】Ｓ１１０２にて、ＣＰＵ１２００は、読出
し命令に基づいて、読出し先であるＮ個のファイルブロ
ックを決定する。１個の読出し命令による読出し対象の
ファイルブロックは、多くの場合、２以上のファイルブ
ロックにまたがる。

【００９２】Ｓ１１０４にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｉを初期化（Ｉ＝１）する。Ｓ１１０６にて、ＣＰＵ１
２００は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
（エントリＣ（０）〜Ｃ（３））内に、ファイルブロッ
ク（Ｉ）があるか否かを判断する。ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００にファイルブロック（Ｉ）がある
と（Ｓ１１０６にてＹＥＳ）、処理は、Ｓ１１１４に移
される。もしそうでないと（Ｓ１１０６にてＮＯ）、処
理は、Ｓ１１０８に移される。

【００９３】Ｓ１１０８にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡ
Ｍ３０００のキャッシュ領域３１００に空きがないか否
かを判断する。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１０
０に空きがないと（Ｓ１１０８にてＹＥＳ）、処理はＳ
１１１０に移される。もしそうでないと（Ｓ１１０８に
てＮＯ）、処理はＳ１１１２に移される。

【００９４】Ｓ１１１０にて、ＣＰＵ１２００は、copy
＿cache＿to＿bank処理を行なう。copy＿cache＿to＿ba
nk処理の詳細については後述する。Ｓ１１１２にて、Ｃ
ＰＵ１２００は、copy＿bank＿to＿cache処理を行な
う。copy＿bank＿to＿cache処理の詳細については後述
する。

【００９５】Ｓ１１１４にて、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００内のファイルブロック（Ｉ）に格納さ
れたデータを読出す。Ｓ１１１６にて、ＣＰＵ１２００
は、変数Ｉに１を加算する。Ｓ１１１８にて、ＣＰＵ１
２００は、変数Ｉがファイルブロック数Ｎよりも大きい
か否かを判断する。変数Ｉがファイルブロック数Ｎより
も大きい場合には（Ｓ１１１８にてＹＥＳ）、この処理
は、終了する。もしそうでないと（Ｓ１１１８にてＮ
Ｏ）、処理は、Ｓ１１０６に戻され、次のファイルブロ
ックに対する処理が実行される。

【００９６】図８を参照して、本実施の形態に係るファ
イルシステムで実行されるcopy＿bank＿to＿cache処理
の制御構造について説明する。

【００９７】Ｓ１２００にて、ＣＰＵ１２００は、ファ
イルブロック（Ｉ）が更新データ用バンク２３００にあ
るか否かを判断する。ファイルブロック（Ｉ）が更新デ
ータ用バンク２３００にある場合には（Ｓ１２００にて
ＹＥＳ）、処理はＳ１２０２へ移される。もしそうでな
いと（Ｓ１２００にてＮＯ）、処理はＳ１２０６へ移さ
れる。

【００９８】Ｓ１２０２にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００にあるファイルブロック（Ｉ）
のコミット済みフラグがセットされているか否かを判断
する。更新データ用バンク２３００にあるファイルブロ
ック（Ｉ）のコミット済みフラグがセットされている場
合には（Ｓ１２０２にてＹＥＳ）、処理はＳ１２０４へ
移される。もしそうでないと（Ｓ１２０２にてＮＯ）、
処理はＳ１２０６へ移される。

【００９９】Ｓ１２０４にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００からファイルブロック（Ｉ）を
ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００にコピーす
る。Ｓ１２０６にて、ＣＰＵ１２００は、データ用バン
ク２０００からファイルブロック（Ｉ）をＲＡＭ３００
０のキャッシュ領域３１００にコピーする。Ｓ１２０４
またはＳ１２０６の処理の後、copy＿bank＿to＿cache
処理は終了する。

【０１００】図９を参照して、本実施の形態に係るファ
イルシステムで実行されるcopy＿cache＿to＿bank処理
の制御構造について説明する。

【０１０１】Ｓ１３００にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡ
Ｍ３０００のキャッシュ領域３１００における空きでな
い最初のエントリを決定する。Ｓ１３０２にて、ＣＰＵ
１２００は、決定されたエントリに記憶されたファイル
ブロックに変更があるか否かを判断する。決定されたエ
ントリに記憶されたファイルブロックに変更がある場合
には（Ｓ１３０２にてＹＥＳ）、処理はＳ１３０４へ移
される。もしそうでないと（Ｓ１３０２にてＮＯ）、処
理はＳ１３１４へ移される。

【０１０２】Ｓ１３０４にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００に空きがないか否かを判断す
る。更新データ用バンク２３００に空きがない場合には
（Ｓ１３０４にてＹＥＳ）、処理はＳ１３０６へ移され
る。もしそうでないと（Ｓ１３０４にてＮＯ）、処理は
Ｓ１３１２へ移される。

【０１０３】Ｓ１３０６にて、ＣＰＵ１２００は、merg
e処理を行なう。このmerge処理の詳細については後述す
る。

【０１０４】Ｓ１３０８にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００に空きがないか否かを判断す
る。更新データ用バンク２３００に空きがない場合には
（Ｓ１３０８にてＹＥＳ）、処理はＳ１３１０へ移され
る。もしそうでないと（Ｓ１３０８にてＮＯ）、処理は
Ｓ１３１２へ移される。

【０１０５】Ｓ１３１０にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００に含まれるファイルブロックの
コミット済みフラグをセットする。このＳ１３１０の処
理の後、処理はＳ１３０６へ戻される。

【０１０６】Ｓ１３１２にて、ＣＰＵ１２００は、決定
されたエントリのファイルブロックを更新データ用バン
ク２３００にコピーする。Ｓ１３１４にて、ＣＰＵ１２
００は、決定されたエントリを開放する。このＳ１３１
４の処理の後、このcopy＿cache＿to＿bankは終了す
る。

【０１０７】図１０を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるmerge処理の制御構造につ
いて説明する。

【０１０８】Ｓ１４００にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｊを初期化（Ｊ＝０）する。Ｓ１４０２にて、ＣＰＵ１
２００は、第Ｊ番目のバンクはデータ用バンクであるか
否かを判断する。第Ｊ番目のバンクがデータ用バンクで
ある場合には（Ｓ１４０２にてＹＥＳ）、処理はＳ１４
０４へ移される。もしそうでないと（Ｓ１４０２にてＮ
Ｏ）、処理はＳ１４２２へ移される。

【０１０９】Ｓ１４０４にて、ＣＰＵ１２００は、第Ｊ
番目のバンクに含まれるファイルブロックが、更新デー
タ用バンク２３００にあるか否かを判断する。第Ｊ番目
のバンクに含まれるファイルブロックが、更新データ用
バンク２３００にある場合には（Ｓ１４０４にてＹＥ
Ｓ）、処理はＳ１４０６へ移される。もしそうでないと
（Ｓ１４０４にてＮＯ）、処理はＳ１４２２へ移され
る。

【０１１０】Ｓ１４０６にて、ＣＰＵ１２００は変数Ｋ
を初期化（Ｋ＝０）する。Ｓ１４０８にて、ＣＰＵ１２
００は、第Ｊ番目のバンクの第Ｋ番目のファイルブロッ
クが、更新データ用バンク２３００にあるファイルブロ
ックであるか否かを判断する。第Ｊ番目のバンクの第Ｋ
番目のファイルブロックが、更新データ用バンク２３０
０にあるファイルブロックである場合には（Ｓ１４０８
にてＹＥＳ）、処理はＳ１４１０へ移される。もしそう
でないと（Ｓ１４０８にてＮＯ）、処理はＳ１４１４へ
移される。

【０１１１】Ｓ１４１０にて、ＣＰＵ１２００は、その
ファイルブロックのコミット済みフラグがセットされて
いるか否かを判断する。そのファイルブロックのコミッ
ト済みフラグがセットされていると（Ｓ１４１０にてＹ
ＥＳ）、処理はＳ１４１２へ移される。もしそうでない
と（Ｓ１４１０にてＮＯ）、処理はＳ１４１４に移され
る。

【０１１２】Ｓ１４１２にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００にある第Ｊ番目のバンクの第Ｋ
番目のファイルブロックをマージ用バンクにコピーす
る。Ｓ１４１４にて、ＣＰＵ１２００は、データ用バン
ク２０００にある第Ｊ番目のバンクの第Ｋ番目のファイ
ルブロックをマージ用バンク２２００にコピーする。

【０１１３】Ｓ１４１６にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｋに１を加算する。Ｓ１４１８にて、ＣＰＵ１２００
は、変数Ｋが、第Ｊ番目のバンクに含まれるファイルブ
ロック数よりも大きいか否かを判断する。変数Ｋが、第
Ｊ番目のバンクに含まれるファイルブロック数よりも大
きい場合には（Ｓ１４１８にてＹＥＳ）、処理はＳ１４
２０へ移される。もしそうでないと（Ｓ１４１８にてＮ
Ｏ）、処理Ｓ１４０８へ戻される。

【０１１４】Ｓ１４２０にて、ＣＰＵ１２００は、マー
ジ用バンク２２００を第Ｊ番目のバンクに対応した新た
なデータ用バンクに、古い第Ｊ番目のデータ用バンクを
消去してこれを新たなマージ用バンクに設定する。Ｓ１
４２２にて、ＣＰＵ１２００は、変数Ｊに１を加算す
る。Ｓ１４２４にて、ＣＰＵ１２００は、変数Ｊが３２
より大きいか否かを判断する。なお、このフラッシュメ
モリ２０００は３２個のバンクから構成されている。変
数Ｊが３２より大きい場合には（Ｓ１４２４にてＹＥ
Ｓ）、処理はＳ１４２６へ移される。もしそうでないと
（Ｓ１４２４にてＮＯ）、処理はＳ１４０２へ戻され
る。

【０１１５】Ｓ１４２６にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００に含まれる、コミット済みフラ
グがリセットされたファイルブロックをマージ用バンク
にコピーし、これを新たな更新データ用バンクに設定す
る。Ｓ１４２８にて、ＣＰＵ１２００は、古い更新デー
タ用バンクを消去して、これを新たなマージ用バンクに
設定する。

【０１１６】図１１を参照して、本実施の形態の係るフ
ァイルシステムで実行されるコミット処理の制御構造に
ついて説明する。Ｓ１５００にて、ＣＰＵ１２００は、
変数Ｌを初期化（Ｌ＝１）する。Ｓ１５０２にて、ＣＰ
Ｕ１２００は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１０
０におけるエントリＣ（Ｌ）をcopy＿cache＿to＿bank
処理の対象に決定する。Ｓ１５０４にて、ＣＰＵ１２０
０は、copy＿cache＿to＿bank処理を行なう。

【０１１７】Ｓ１５０６にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｌに１を加算する。Ｓ１５０８にて、ＣＰＵ１２００
は、変数ＬがＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
のエントリ数よりも大きいか否かを判断する。変数Ｌが
ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエントリ数
よりも大きい場合には（Ｓ１５０８にてＹＥＳ）、処理
はＳ１５１０へ移される。もしそうでないと（Ｓ１５０
８にてＮＯ）、処理はＳ１５０２へ戻される。

【０１１８】Ｓ１５１０にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡ
Ｍ３０００のファイル管理テーブルに変更があるか否か
を判断する。ＲＡＭ３０００のファイル管理テーブルに
変更がある場合には（Ｓ１５１０にてＹＥＳ）、処理は
Ｓ１５１２へ移される。もしそうでないと（Ｓ１５１０
にてＮＯ）、処理はＳ１５１４へ移される。

【０１１９】Ｓ１５１２にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡ
Ｍ３０００のファイル管理テーブルの内容を、フラッシ
ュメモリ２０００のファイル管理テーブル記憶領域にコ
ピーする。Ｓ１５１４にて、ＣＰＵ１２００は、更新デ
ータ用バンク２３００に含まれるファイルブロックのコ
ミット済みフラグをセットする。

【０１２０】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図１２〜図１９を参照して説明する。以下の説明で
は、１個の書込命令により、ファイルブロック（１０
０）、ファイルブロック（２１０）、ファイルブロック
（２５０）、ファイルブロック（３００）、ファイルブ
ロック（３０１）の順序で、データが書込まれると想定
する。図１２〜図１９の中の丸数字の昇順に動作が進
む。以下の数字と丸数字とは対応する。

【０１２１】図１２に示すように、初期状態では、デー
タ用バンク２１００として第０番目のバンクから第２９
番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ用バンク
２２００として第３０番目のバンクが、更新データ用バ
ンク２３００として第３１番目のバンクが設定されてい
る。更新データ用バンク２３００は、エントリＲ（０）
からＲ（９８）までの９９個のエントリが使用されてお
り、エントリＲ（９９）の１個のエントリのみが空いて
いる。更新データ用バンク２３００のエントリＲ（０）
からＲ（９７）までの９８個のエントリは、コミット済
みである。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
は、エントリＣ（０）にファイルブロック（１００）
が、エントリＣ（１）にファイルブロック（１５０）が
格納されている。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（２）およびＣ（３）は、空いてい
る。

【０１２２】１）１番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）に格納されている。そのため、
このエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、フ
ァイルブロック（１００）に対する書込み動作は終了す
る。

【０１２３】２）２番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（２１０）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリには格納されていないが、更新データ用
バンク２３００のエントリＲ（９７）に格納されてい
る。また、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
エントリＣ（２）、Ｃ（３）が空いている。そのため、
更新データ用バンク２３００のコミット済みのエントリ
Ｒ（９７）に格納されたファイルブロック（２１０）
が、ＲＡＭ３１００のエントリＣ（２）に格納される。
このとき、更新データ用バンク２３００の中のエントリ
Ｒ（９８）は、コミット済みではない。そのため、Ｒ
（９８）のファイルブロック（２１０）のデータと、フ
ァイル管理テーブルの内容とは、データの整合性が取れ
ない可能性があるので、コミット済みではないデータが
使用されず、コミット済みのデータが使用される。

【０１２４】３）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（２）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（２１０）に対する書込み動作は終了
する。

【０１２５】４）３番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（２５０）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。また、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００のエントリＣ（３）が空いている。そ
のため、データバンク２１００の第２番目のバンクのフ
ァイルブロック（２５０）が、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００のエントリＣ（３）に格納される。

【０１２６】５）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（３）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（２５０）に対する書込み動作は終了
する。

【０１２７】６）４番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（３００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。そのため、データバンク２１０
０の第３番目のバンクのファイルブロック（３００）
が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リに格納される。しかしながら、ＲＡＭ３０００のキャ
ッシュ領域３１００のエントリに空きがない。そのた
め、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リＣ（０）を更新データ用バンクのエントリＲ（９９）
に格納して、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
のエントリＣ（０）を空きにする。

【０１２８】７）データバンク２１００の第３番目のバ
ンクのファイルブロック（３００）が、ＲＡＭ３０００
のキャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）に格納さ
れる。

【０１２９】８）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（３００）に対する書込み動作は終了
する。

【０１３０】９）５番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（３０１）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。そのため、データバンク２１０
０の第３番目のバンクのファイルブロック（３０１）
が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リに格納される。しかしながら、ＲＡＭ３０００のキャ
ッシュ領域３１００のエントリに空きがなく、かつ更新
データ用バンク２３００にも空きがない。そのため、更
新データ用バンク２３００に空きを作成するために、更
新データ用バンク２３００の中のコミット済みのファイ
ルブロック（１００）の中で最新のＲ（９６）が、マー
ジ用バンク２２００に格納される。

【０１３１】１０）データ用バンク２１００の第１番目
のバンクのファイルブロック（１００）以外のファイル
ブロック（ファイルブロック（１０１）〜ファイルブロ
ック（１９９））が、マージ用バンク２２００に格納さ
れる。

【０１３２】１１）マージ用バンク２２００が消去され
るとともに、第３０番目のバンクがデータ用バンク２１
００に格納される。

【０１３３】１２）マージバンク２３００に、更新デー
タ用バンク２３００の中のコミット済みのファイルブロ
ック（２１０）の中で最新のＲ（９７）が、マージ用バ
ンク２２００に格納される。

【０１３４】１３）データ用バンク２１００の第２番目
のバンクのファイルブロック（２１０）以外のファイル
ブロック（ファイルブロック（２０１）〜ファイルブロ
ック（２０９）およびファイルブロック（２１１）〜フ
ァイルブロック（２９９））が、マージ用バンク２２０
０に格納される。

【０１３５】１４）マージ用バンク２２００が消去され
るとともに、第１番目のバンクをデータ用バンク２１０
０とする。

【０１３６】１５）マージバンク２３００に、更新デー
タ用バンク２３００の中のコミット済みでないエントリ
Ｒ（９８）およびＲ（９９）に格納されたファイルブロ
ック（２１０）およびファイルブロック（１００）が、
マージ用バンク２２００に格納される。

【０１３７】１６）更新データ用バンク２３００であっ
た第３１番目のバンクが消去される。

【０１３８】１７）更新データ用バンク２３００であっ
た第３１番目のバンクと、マージ用バンクであった第２
番目のバンクとが入換えられる。

【０１３９】１８）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３
１００のエントリＣ（０）を更新データ用バンクのエン
トリＲ（２）に格納して、ＲＡＭ３０００のキャッシュ
領域３１００のエントリＣ（０）を空きにする。

【０１４０】１９）データバンク２１００の第３番目の
バンクのファイルブロック（３０１）が、ＲＡＭ３００
０のキャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）に格納
される。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエ
ントリＣ（０）の内容が更新される。これで、ファイル
ブロック（３０１）に対する書込み動作は終了する。

【０１４１】以上のようにして、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムによると、１個のデータ書込命令が終了
するとコミット処理を実行して、不測の電源遮断が発生
しても、ファイルシステム全体としての整合性が確保で
きた状態を再現できる。さらに、従来のように、１つの
ファイルブロックへの書込み毎にバンクを消去するわけ
ではないので、ファイルブロックに同じ回数書込みをし
ても、バンクの消去回数を減少させることができ、より
フラッシュメモリの寿命を長くするとともに、高速処理
を実現できる。

【０１４２】＜第２の実施の形態＞本発明の実施の形態
に係るファイルシステムは、前述の第１の実施の形態と
異なる書込処理を実行する。その他のハードウェア構
成、以下に示す以外のフローチャートについては前述の
第１の実施の形態と同様である。したがって、それらに
ついての詳細な説明はここでは繰返さない。

【０１４３】図２０を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行される書込処理の制御構造につい
て説明する。なお、図２０に示す処理の中で、前述の図
６と同じ処理については同じステップ番号を付してあ
る。それらについての処理も同じである。したがって、
それらについての詳細な説明はここでは繰返さない。

【０１４４】Ｓ２０００にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｉを初期化した後、キャッシュフルフラグをリセットす
る。Ｓ２００２にて、ＣＰＵ１２００は、ＲＡＭ３００
０のキャッシュ領域３１００に空きがない場合には、キ
ャッシュフルフラグをセットする。その後、copy＿cach
e＿to＿bank処理が実行される。Ｓ２００４にて、ＣＰ
Ｕ１２００は、変数Ｉが、書込命令に基づく書込先であ
るファイルブロック数Ｎよりも大きい場合は、キャッシ
ュフルフラグがセットされているか否かを判断する。キ
ャッシュフルフラグがセットされていると（Ｓ２００４
にてＹＥＳ）、処理はＳ１０２０へ移される。もしそう
でないと（Ｓ２００４にてＮＯ）、この書込処理を終了
する。Ｓ１０２０にて、ＣＰＵ１２００は、コミット処
理を実行する。このコミット処理は、前述の第１の実施
の形態のコミット処理と同様である。したがって、この
コミット処理についての詳細な説明はここでは繰返さな
い。

【０１４５】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図２１〜図２２を参照して説明する。以下の説明で
は、１個のデータ書込命令により、ファイルブロック
（１５０）、ファイルブロック（１５１）、ファイルブ
ロック（１００）の順序で、データが書込まれ、このデ
ータ書込み命令が繰返されると想定する。たとえば、デ
ータ書込み先がファイルブロック（１５０）とファイル
ブロック（１５１）とに跨っており、ファイルブロック
（１００）にファイルサイズおよびタイムスタンプが格
納される場合である。図２１〜図２２の中の丸数字の昇
順に動作が進む。以下の数字と丸数字とは対応する。

【０１４６】図２１に示すように、初期状態では、デー
タ用バンク２１００として第０番目のバンクから第２９
番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ用バンク
２２００として第３０番目のバンクが、更新データ用バ
ンク２３００として第３１番目のバンクが設定されてい
る。更新データ用バンク２３００の全てのエントリが空
いている。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
全てのエントリが空いている。

【０１４７】１）１番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５０）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。また、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００の全てのエントリが空いている。その
ため、データバンク２１００の第１番目のバンクのファ
イルブロック（１５０）が、ＲＡＭ３０００のキャッシ
ュ領域３１００のエントリＣ（０）に格納される。ＲＡ
Ｍ３０００のキャッシュ領域３１００のエントリＣ
（０）の内容が更新される。これで、ファイルブロック
（１５０）に対する書込み動作は終了する。

【０１４８】２）２番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５１）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。また、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００のエントリＣ（０）以外のエントリが
空いている。そのため、データバンク２１００の第１番
目のバンクのファイルブロック（１５１）が、ＲＡＭ３
０００のキャッシュ領域３１００のエントリＣ（１）に
格納される。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００
のエントリＣ（１）の内容が更新される。これで、ファ
イルブロック（１５１）に対する書込み動作は終了す
る。

【０１４９】３）３番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００に格納されておらず、更新データ用バンク２３００
にも格納されていない。また、ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００のエントリＣ（０）およびＣ（１）以
外のエントリが空いている。そのため、データバンク２
１００の第１番目のバンクのファイルブロック（１０
０）が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエ
ントリＣ（２）に格納される。ＲＡＭ３０００のキャッ
シュ領域３１００のエントリＣ（２）の内容が更新され
る。これで、ファイルブロック（１００）に対する書込
み動作は終了する。この時点で、ＲＡＭ３０００のキャ
ッシュ領域３１００に空きがあるため（Ｓ１００８にて
ＮＯ）、キャッシュフルフラグがセットされない。この
ため、キャッシュフルフラグがリセットされているので
（Ｓ２００４にてＮＯ）、コミット処理が実行されな
い。その結果、バンクの消去処理が実行されない。

【０１５０】４）４番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５０）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）に格納されている。そのため、
このエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、フ
ァイルブロック（１５０）に対する書込み動作は終了す
る。

【０１５１】５）５番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５１）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（１）に格納されている。そのため、
このエントリＣ（１）の内容が更新される。これで、フ
ァイルブロック（１５１）に対する書込み動作は終了す
る。

【０１５２】６）６番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（２）に格納されている。そのため、
このエントリＣ（２）の内容が更新される。これで、フ
ァイルブロック（１００）に対する書込み動作は終了す
る。この後、このデータ書込み命令が繰返されても、Ｒ
ＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００に空きがなくな
ることがないので、コミット処理が実行されない。その
結果、バンクの消去が実行されない。

【０１５３】一方、図２３〜図２４を参照して、このよ
うに同じファイルブロックに対する書込み命令が繰返さ
れる場合に、第１の実施の形態のファイルシステムの動
作を、比較のために説明する。

【０１５４】図２３に示すように、初期状態は、前述の
図２１の状態と同じである。 １）１番目の書込み対象のファイルブロック（１５０）
に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域（エントリＣ（０））を用いてデータが更
新される。

【０１５５】２）２番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５１）に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ
３０００のキャッシュ領域（エントリＣ（１））を用い
てデータが更新される。

【０１５６】３）３番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ
３０００のキャッシュ領域（エントリＣ（２））を用い
てデータが更新される。

【０１５７】４）１個の書込命令に対応する、ファイル
ブロック（１５０）、ファイルブロック（１５１）およ
びファイルブロック（１００）のデータ更新が終了する
と、コミット処理が行なわれる。すなわち、ＲＡＭ３０
００のキャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）、エ
ントリＣ（１）およびエントリＣ（２）から、更新デー
タ用バンク２３００のエントリＲ（０）、エントリＲ
（１）およびエントリＲ（２）にデータがコピーされ
て、copy＿cache＿to＿bank処理が実行される。

【０１５８】このようなデータ書込命令が３３回繰返さ
れると、図２４のように、更新データ用バンク２３００
は、エントリ（９９）以外は空いていない状態になる。

【０１５９】５）第３４回目のデータ書込命令に対す
る、１番目の書込み対象のファイルブロック（１５０）
に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域（エントリＣ（０））を用いてデータが更
新される。

【０１６０】６）２番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１５１）に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ
３０００のキャッシュ領域（エントリＣ（１））を用い
てデータが更新される。

【０１６１】７）３番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）に対して、前述と同じようにして、ＲＡＭ
３０００のキャッシュ領域（エントリＣ（２））を用い
てデータが更新される。

【０１６２】８）１個のデータ書込命令に対応する、フ
ァイルブロック（１５０）、ファイルブロック（１５
１）およびファイルブロック（１００）のデータ更新が
終了すると、コミット処理が行なわれる。

【０１６３】９）しかしながら、更新データ用バンク２
３００に空きがない。そのため、更新データ用バンク２
３００に空きを作成するために、更新データ用バンク２
３００の中のコミット済みの中の最新のファイルブロッ
ク（１００）が、マージ用バンク２２００に格納され
る。このようにして、第３４回目のデータ書込命令で、
マージ処理が発生し、バンクの消去が実行される。

【０１６４】以上のようにして、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムによると、１個のデータ書込命令が終了
するとコミット処理を実行するのではなく、コミット処
理が必要な場合のみ（たとえば、ＲＡＭ３０００のキャ
ッシュ領域３１００に空きがない場合など）、コミット
処理を実行する。このため、バンクの消去回数を減少さ
せることができ、よりフラッシュメモリの寿命を長くす
るとともに、高速処理を実現できる。

【０１６５】すなわち、キャッシュに空きがなかったの
かあったのかを示すキャッシュフルフラグを設ける。キ
ャッシュに空きがない場合にはキャッシュフルフラグを
リセットからセットに変更して、このフラグがセットさ
れているときのみコミット処理を行なう。これにより、
キャッシュに空きがあってコミット処理が必要でない場
合にまでコミット処理を実行するという無駄な処理を避
けることができるとともに、必要に応じてコミット処理
を実行することにより、不測の電源遮断等が発生して
も、ファイルシステム全体としての整合性が確保できた
状態を再現できる。

【０１６６】＜第３の実施の形態＞本発明の実施の形態
に係るファイルシステムは、前述の第１の実施の形態に
おける更新データ用バンク２３００を、バックアップ電
源を有するＳＲＡＭにて実現したものである。図２５を
参照して、本実施の形態に係るファイルシステムのメモ
リの内部構造について説明する。図２５に示すように本
実施の形態に係るファイルシステムのメモリは、データ
用バンク２１００とマージ用バンク２２０とからなるフ
ラッシュメモリ２１０１と、更新データ用バンクからな
るＳＲＡＭ２３０１とを含む。その他の構成、以下に示
す以外のフローチャートについては、前述の第１の実施
の形態と同じである。したがって、それらについてのこ
こでの詳細な説明は繰返さない。

【０１６７】本実施の形態に係るファイルシステムは、
更新データ用バンクをＳＲＡＭにて実現したため、フラ
ッシュメモリにより更新データ用バンクを実現した場合
に比較して、更新データ用バンクへのデータの書込の制
限を有さない。この違いにより、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムと、前述の第１の実施の形態のファイル
システムとでは、copy＿cache＿to＿bank処理およびmer
ge処理が異なる。

【０１６８】図２６を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるcopy＿cache＿to＿bank処
理について説明する。なお、図２６に示す処理の中で、
前述の図９と同じ処理については同じステップ番号を付
してある。それらについての処理も同じである。したが
って、それらについての詳細な説明はここでは繰返さな
い。

【０１６９】Ｓ３０００にて、ＣＰＵ１２００は、決定
されたエントリのファイルブロックが、更新データ用バ
ンク２３０１にあって、そのコミット済みフラグがリセ
ット済みであるか否かを判断する。決定されたエントリ
のファイルブロックが更新データ用バンク２３０１にあ
って、そのコミット済みフラグがリセットされていると
（Ｓ３０００にてＹＥＳ）、処理はＳ３００２へ移され
る。もしそうでないと（Ｓ３０００にてＮＯ）、処理は
Ｓ１３０４へ移される。

【０１７０】Ｓ１３０４にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３０１に空きがないか否かを判断す
る。更新データ用バンクに空きがない場合には（Ｓ１３
０４にてＹＥＳ）、処理はＳ３００４へ移される。もし
そうでないと（Ｓ１３０４にてＮＯ）、処理はＳ１３１
２へ移される。

【０１７１】Ｓ３００２にて、ＣＰＵ１２００は、コミ
ットフラグがリセットされたエントリに、決定されたエ
ントリのファイルブロックをコピーする。

【０１７２】Ｓ３００４にて、ＣＰＵ１２００は、merg
e処理を行なう。このＳ３００４にて実行されるmerge処
理は、前述の第１の実施の形態のmerge処理とは異なる
処理である。

【０１７３】図２７を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるmerge処理の制御構造につ
いて説明する。なお、図２７に示す処理の中で、前述の
図１０と同じ処理については同じステップ番号を付して
ある。それらについての処理も同じである。したがっ
て、それらについての詳細な説明はここでは繰返さな
い。

【０１７４】Ｓ３１００にて、ＣＰＵ１２００は、変数
Ｊが３２より大きいと、更新データ用バンク２３０１に
含まれる、コミット済みフラグがリセットされたファイ
ルブロックを前詰めにして、空いた領域をクリアする。
その後このmerge処理を終了する。

【０１７５】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図２８〜図３２を参照して説明する。以下の説明で
は、１個のデータ書込命令により、ファイルブロック
（１００）、ファイルブロック（１０１）に対して交互
にデータが書込まれ、このデータ書込み命令が繰返され
ると想定する。図２８〜図３２の中の丸数字の昇順に動
作が進む。以下の数字と丸数字とは対応する。

【０１７６】図２８に示すように、初期状態では、デー
タ用バンク２１００として第０番目のバンクから第２９
番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ用バンク
２２００として第３０番目のバンクが設定されている。
ＳＲＡＭにより構成された更新データ用バンク２３０１
のエントリＲ（９９）以外は空いていない。更新データ
用バンク２３０１のエントリＲ（９８）およびエントリ
Ｒ（９９）以外のファイルブロックはコミット済みであ
る。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の全ての
エントリが空いていない。

【０１７７】１）１番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリには格納されていないが、更新データ用
バンク２３０１のエントリＲ（９６）に格納されてい
る。また、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
エントリに空きがない。そのため、ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）を更新データ
用バンクのエントリＲ（９９）に格納して、ＲＡＭ３０
００のキャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）を空
きにする。

【０１７８】２）更新データ用バンク２３０１のエント
リＲ（９６）に格納されたファイルブロック（１００）
が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リＣ（０）に格納される。

【０１７９】３）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（１００）に対する書込み動作は終了
する。

【０１８０】４）２番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１０１）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリには格納されていないが、更新データ用
バンク２３０１のエントリＲ（９７）に格納されてい
る。また、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
エントリに空きがない。そのため、ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）を、コミット
済みでないファイルブロック（１００）を格納したエン
トリＲ(９８)に格納して、ＲＡＭ３０００のキャッシュ
領域３１００のエントリＣ（０）を空きにする。

【０１８１】５）更新データ用バンク２３０１のエント
リＲ（９７）に格納されたファイルブロック（１０１）
が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リＣ（０）に格納される。

【０１８２】６）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（１０１）に対する書込み動作は終了
する。

【０１８３】７）３番目の書込み対象のファイルブロッ
ク（１００）は、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリには格納されていないが、更新データ用
バンク２３０１のエントリＲ（９６）に格納されてい
る。また、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
エントリに空きがない。そのため、ＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００のエントリＣ（０）を、コミット
済みでないファイルブロック（１０１）を格納したエン
トリＲ(９９)に格納して、ＲＡＭ３０００のキャッシュ
領域３１００のエントリＣ（０）を空きにする。

【０１８４】８）更新データ用バンク２３０１のエント
リＲ（９６）に格納されたファイルブロック（１００）
が、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエント
リＣ（０）に格納される。

【０１８５】９）ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００のエントリＣ（０）の内容が更新される。これで、
ファイルブロック（１００）に対する書込み動作は終了
する。さらに、ファイルブロック（１０１）に対する書
込動作が実行される。

【０１８６】以上のようにして、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムによると、ＳＲＡＭにより更新データ用
バンクを構成するため、同じファイルブロックは上書き
できる。このため、更新データ用バンクに空きがなくな
ることを回避でき、バンクの消去回数を減少させること
ができ、よりフラッシュメモリの寿命を長くするととも
に、高速処理を実現できる。

【０１８７】＜第４の実施の形態＞本実施の形態に係る
ファイルシステムは、前述の第１の実施の形態に係るフ
ァイルシステムと異なるmerge処理を実行する。その他
のハードウェア構成、以下に示す以外のフローチャート
については前述の第１の実施の形態と同じである。した
がって、それらについての詳細な説明はここでは繰返さ
ない。

【０１８８】図３３を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるmerge処理の制御構造につ
いて説明する。なお、図３３に示す処理の中で、前述の
図１０に示す処理と同じ処理については同じステップ番
号を付してある。それらについての処理も同じである。
したがって、それらについての詳細な説明はここでは繰
返さない。

【０１８９】Ｓ４０００にて、ＣＰＵ１２００は、更新
データ用バンク２３００に含まれる。コミット済みフラ
グがリセットされたファイルブロックをマージ用バンク
２２００にコピーし、これを新たな更新データ用バンク
に設定する。Ｓ４００２にて、ＣＰＵ１２００は、古い
更新データ用バンクを消去する。このバンクをバンクＲ
と呼ぶ。Ｓ４００４にて、ＣＰＵ１２００は、含まれる
ファイルブロックがすべて未使用のバンクがあるか否か
を判断する。含まれるファイルブロックがすべて未使用
のバンクがある場合には（Ｓ４００４にてＹＥＳ）、処
理はＳ４００８へ移される。もしそうでないと（Ｓ４０
０４にてＮＯ）、処理はＳ４００６へ移される。

【０１９０】Ｓ４００６にて、ＣＰＵ１２００は、バン
クＲを新たなマージ用バンクに設定する。Ｓ４００８に
て、ＣＰＵ１２００は、そのバンクをバンクＦとして、
バンクＲをバンクＦのデータバンクに、バンクＦを新た
なマージ用バンクに設定する。

【０１９１】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図３４〜図３５を参照して説明する。以下の説明で
は、ファイルブロック（０）からファイルブロック（９
９）までの第１のバンクに含まれるファイルブロックに
データが繰返し書込まれると想定する。

【０１９２】図３４に示すように、初期状態では、デー
タ用バンク２１００として第０番目のバンクから第２９
番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ用バンク
２２００として第３０番目のバンクが、更新データ用バ
ンク２３００として第３１番目のバンクが設定されてい
る。更新データ用バンク２３００の全てのエントリは空
いている。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
全てのエントリは空いている。このときの状態を図３５
（Ａ）に示す。網掛けされているバンクは、そのバンク
に含まれる全てのファイルブロックが未使用であること
を示す。

【０１９３】このような初期状態から、ファイルブロッ
ク（０）からファイルブロック（９９）まで、繰返しデ
ータが書込まれる。更新データ用バンクに空きがなくな
るので、マージ処理が実行される。

【０１９４】更新データ用バンクである第３１番目のバ
ンクおよびデータ用バンクである第０番目のバンクか
ら、マージ用バンクである第３０番目のバンクへデータ
がコピーされる。第３０番目のバンクが新たなデータ用
バンク（ファイルブロック（０）〜ファイルブロック
（９９）格納用）に設定される。データ用バンクであっ
た第０番目のバンクが消去されて、新たなマージ用バン
クに設定される。第０番目のバンクが新たな更新データ
用バンクに設定され、古い更新データ用バンクであった
第３１番目のバンクが消去される。第１番目のバンクが
未使用であるので、古い更新データ用バンクである第３
１番目のバンクが、新たなデータ用バンク（ファイルブ
ロック（１００）〜ファイルブロック（１９９）格納
用）に設定される。第１番目のバンクが消去され、新た
なマージ用バンクに設定される。この状態を図３５
（Ｂ）に示す。

【０１９５】さらに、このような状態から、ファイルブ
ロック（０）からファイルブロック（９９）まで、繰返
しデータが書込まれる。更新データ用バンクに空きがな
くなるので、マージ処理が実行される。

【０１９６】更新データ用バンクである第０番目のバン
クおよびデータ用バンクである第３０番目のバンクか
ら、マージ用バンクである第１番目のバンクへデータが
コピーされる。第１番目のバンクが新たなデータ用バン
ク（ファイルブロック（０）〜ファイルブロック（９
９）格納用）に設定される。データ用バンクであった第
３０番目のバンクが消去されて、新たなマージ用バンク
に設定される。第３０番目のバンクが新たな更新データ
用バンクに設定され、古い更新データ用バンクであった
第０番目のバンクが消去される。第２番目のバンクが未
使用であるので、古い更新データ用バンクである第０番
目のバンクが、新たなデータ用バンク（ファイルブロッ
ク（２００）〜ファイルブロック（２９９）格納用）に
設定される。第２番目のバンクが消去され、新たなマー
ジ用バンクに設定される。この状態を図３５（Ｃ）に示
す。

【０１９７】さらに、このような状態から、ファイルブ
ロック（０）からファイルブロック（９９）まで、繰返
しデータが書込まれる。更新データ用バンクに空きがな
くなるので、マージ処理が実行される。

【０１９８】更新データ用バンクである第３０番目のバ
ンクおよびデータ用バンクである第１番目のバンクか
ら、マージ用バンクである第２番目のバンクへデータが
コピーされる。第２番目のバンクが新たなデータ用バン
ク（ファイルブロック（０）〜ファイルブロック（９
９）格納用）に設定される。データ用バンクであった第
１番目のバンクが消去されて、新たなマージ用バンクに
設定される。第１番目のバンクが新たな更新データ用バ
ンクに設定され、古い更新データ用バンクであった第３
０番目のバンクが消去される。第３番目のバンクが未使
用であるので、古い更新データ用バンクである第３０番
目のバンクが、新たなデータ用バンク（ファイルブロッ
ク（３００）〜ファイルブロック（３９９）格納用）に
設定される。第３番目のバンクが消去され、新たなマー
ジ用バンクに設定される。この状態を図３５（Ｄ）に示
す。

【０１９９】以上のようにして本実施の形態に係るファ
イルシステムによると、このような動作を繰返して、バ
ンクの状態は、図３５（Ｅ）から（Ｇ）に示すように変
化する。このため、第０番目のバンク、第３０番目のバ
ンクおよび第３１番目のバンクの３個のバンクにバンク
の消去が集中することを回避できる。その結果、使用す
るバンクが適宜切換えられるので、１バンクの消去頻度
が分散され、フラッシュメモリの一部のバンクの寿命が
短くなることを避けることができる。

【０２００】＜第５の実施の形態＞本実施の形態に係る
ファイルシステムは、前述の第１の実施の形態とは異な
る書込処理を実行する。その他のハードウェア構成、以
下に示す以外のフローチャートについては、前述の第１
の実施の形態と同じである。したがって、それらについ
ての詳細な説明はここでは繰返さない。

【０２０１】図３６を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行される書込処理の制御構造につい
て説明する。なお、図３６に示す処理の中で、前述の図
６に示す処理と同じ処理については同じステップ番号を
付してある。それらについての処理も同じである。した
がって、それらについての詳細な説明はここでは繰返さ
ない。

【０２０２】Ｓ５０００にて、ＣＰＵ１２００は、書込
むデータサイズが、更新データ用バンクの容量よりも大
きいか否かを判断する。書込むデータサイズが更新デー
タ用バンクの容量よりも大きい場合には（Ｓ５０００に
てＹＥＳ）、処理はＳ５００２へ移される。もしそうで
ないと（Ｓ５０００にてＮＯ）、処理はＳ５００４へ移
される。

【０２０３】Ｓ５００２にて、ＣＰＵ１２００は、writ
e＿large処理を行なう。このwrite＿large処理の詳細に
ついては後述する。

【０２０４】Ｓ５００４にて、ＣＰＵ１２００は、writ
e＿small処理を行なう。このwrite＿small処理の詳細に
ついては後述する。

【０２０５】図３７を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるwrite＿small処理の制御構
造について説明する。なお、図３７に示す処理の中で、
前述の図６に示す処理と同じ処理については同じステッ
プ番号を付してある。それらについての処理も同じであ
る。したがって、それらについての詳細な説明はここで
は繰返さない。

【０２０６】Ｓ５１００にて、ＣＰＵ１２００は、この
書込によって更新データ用バンクが溢れる可能性を算出
する。Ｓ５１０２にて、ＣＰＵ１２００は、この書込に
よって更新データ用バンクが溢れる可能性があるか否か
を判断する。溢れる可能性がある場合には（Ｓ５１０２
にてＹＥＳ）、処理はＳ５１０４へ移される。もしそう
でないと（Ｓ５１０２にてＮＯ）、処理はＳ５１０６へ
移される。

【０２０７】Ｓ５１０４にて、ＣＰＵ１２００は、コミ
ット処理を行なう。このコミット処理は、前述の第１の
実施の形態において説明したコミット処理と同じ処理で
ある。したがって、このコミット処理についての詳細な
説明は繰返さない。

【０２０８】Ｓ５１０６にて、ＣＰＵ１２００は、書込
命令に基づいて、書込先であるＮ個のファイルブロック
を決定する。その後、処理はＳ１００４〜１０１８へ移
される。

【０２０９】図３８を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるwrite＿large処理の制御構
造について説明する。

【０２１０】Ｓ５２００にて、ＣＰＵ１２００は、書込
データを分割データ（１）〜分割データ（Ｐ）に分割す
る。このとき、分割データの境界とデータ用バンクとの
境界とを一致させる。Ｓ５２０２にて、ＣＰＵ１２００
は、変数Ｄを初期化（Ｄ＝１）する。Ｓ５２０４にて、
ＣＰＵ１２００は、分割データ（Ｄ）のサイズが１バン
ク分に等しいか否かを判断する。分割データ（Ｄ）のサ
イズが１バンク分に等しい場合には（Ｓ５２０４にてＹ
ＥＳ）、処理はＳ５２０６へ移される。もしそうでない
と（Ｓ５２０４にてＮＯ）、処理はＳ５２１８へ移され
る。

【０２１１】Ｓ５２０６にて、ＣＰＵ１２００は、キャ
ッシュと更新データ用バンクとが空き状態であるか否か
を判断する。キャッシュと更新データ用バンクとが空き
状態である場合には（Ｓ５２０６にてＹＥＳ）、処理は
Ｓ５２０１２へ移される。もしそうでないと（Ｓ５２０
６にてＮＯ）、処理はＳ５２０８へ移される。

【０２１２】Ｓ５２０８にて、ＣＰＵ１２００は、コミ
ット処理を行なう。このコミット処理は、前述の第１の
実施の形態のコミット処理と同じ処理である。したがっ
て、このコミット処理の詳細についてここでは繰返さな
い。

【０２１３】Ｓ５２１０にて、ＣＰＵ１２００は、merg
e処理を行なう。このmerge処理は、前述の第１の実施の
形態のmerge処理と同じ処理である。したがって、このm
erge処理についての説明はここでは繰返さない。

【０２１４】Ｓ５２１２にて、ＣＰＵ１２００は、書込
命令に基づいて、書込先であるファイルブロックを決定
する。Ｓ５２１４にて、ＣＰＵ１２００は、マージ用バ
ンクに分割データ（Ｄ）をコピーして、これを新たなデ
ータ用バンクに設定する。

【０２１５】Ｓ５２１６にて、ＣＰＵ１２００は、書込
先ファイルブロックを含むバンクを消去して、これを新
たなマージ用バンクに設定する。

【０２１６】Ｓ５２１８にて、ＣＰＵ１２００は、writ
e＿small処理を行なう。Ｓ５２２０にて、ＣＰＵ１２０
０は、変数Ｄに１を加算する。Ｓ５２２２にて、ＣＰＵ
１２００は、変数Ｄが分割データ数Ｐよりも大きいか否
かを判断する。変数Ｄが分割データ数Ｐよりも大きい場
合には（Ｓ５２２２にてＹＥＳ）、このwrite＿large処
理を終了する。もしそうでないと（Ｓ５２２２にてＮ
Ｏ）、処理はＳ５２０４へ戻される。

【０２１７】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図３９〜図４５を参照して説明する。以下の説明で
は、図３９に示すように、１個のデータ書込命令によ
り、ファイルブロック（１５０）からファイルブロック
（３８０）までの２３１ブロック分のデータを書込むと
想定する。

【０２１８】図３９に示すように、この２３１個のブロ
ックは、３個の分割データ（分割データ（１）、分割デ
ータ（２）および分割データ（３））に分割される。分
割されたデータは、複数のバンクを跨らない。第１のバ
ンクに書込む分割データ（１）は、ファイルブロック
（１５０）からファイルブロック（１９９）までのデー
タを含み、その容量は、１バンク分のデータ容量よりも
小さい。第２のバンクに書込む分割データ（２）は、フ
ァイルブロック（２００）からファイルブロック（２９
９）までのデータを含み、その容量は、１バンク分のデ
ータ容量と等しい。第３のバンクに書込む分割データ
（３）は、ファイルブロック（３００）からファイルブ
ロック（３８０）までのデータを含み、その容量は、１
バンク分のデータ容量よりも小さい。図４０〜図４５の
中の丸数字の昇順に動作が進む。以下の数字と丸数字と
は対応する。

【０２１９】図４０に示すように、初期状態では、デー
タ用バンク２１００として第０番目のバンクから第２９
番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ用バンク
２２００として第３０番目のバンクが、更新データ用バ
ンク２３００として第３１番目のバンクが設定されてい
る。更新データ用バンク２３００の全てのエントリが空
いている。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００の
全てのエントリが空いている。

【０２２０】１）分割データ（１）であるファイルブロ
ック（１５０）からファイルブロック（１９９）まで
が、更新データ用バンク２３００とＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００とに書込まれる。このとき、更新
データ用バンク２３００のエントリは全て空いており、
１バンク分の容量よりも小さな分割データ（１）を書込
んでも、更新データ用バンクに空きがなくなることはな
いので、コミット処理は実行されない。この時点で、更
新データ用バンク２３００にファイルブロック（１５
０）からファイルブロック（１９５）までのデータが格
納され、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００にフ
ァイルブロック（１９６）からファイルブロック（１９
９）までのデータが格納された状態になる。

【０２２１】２）分割データ（２）を書込む前に、コミ
ット処理とマージ処理とが実行され、更新データ用バン
ク２３００およびＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１
００とが空いている状態になる。

【０２２２】３）分割データ（２）であるファイルブロ
ック（２００）からファイルブロック（２９９）まで
が、更新データ用バンク２３００とＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００とに書込まれる。このとき、分割
データ（２）の容量は、１バンク分の容量と同じであ
る。分割データ（２）は、更新データ用バンク２３００
ではなく、マージ用バンク２２００に書込まれる。この
時点で、マージ用バンク２２００にファイルブロック
（２００）からファイルブロック（２９９）までのデー
タが格納される。更新データ用バンク２３００およびＲ
ＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００のエントリは、
全て空いている状態のままである。

【０２２３】４）分割データ（２）が格納されたマージ
用バンクが、新たなデータ用バンク（ファイルブロック
（２００）〜ファイルブロック（２９９）格納用）に設
定されて、第２番目のバンクが消去されて、それが新た
なマージ用バンクに設定される。

【０２２４】５）分割データ（３）であるファイルブロ
ック（３００）からファイルブロック（３８０）まで
が、更新データ用バンク２３００とＲＡＭ３０００のキ
ャッシュ領域３１００とに書込まれる。このとき、更新
データ用バンク２３００のエントリは全て空いており、
１バンク分の容量よりも小さな分割データ（３）を書込
んでも、更新データ用バンクに空きがなくなることはな
いので、コミット処理は実行されない。この時点で、更
新データ用バンク２３００にファイルブロック（３０
０）からファイルブロック（３７６）までのデータが格
納され、ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３１００にフ
ァイルブロック（３７７）からファイルブロック（３８
０）までのデータが格納された状態になる。

【０２２５】以上のようにして、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムによると、マージ処理が実行されるの
は、常にファイルシステムの整合性が確保できた状態で
あるので、データ書込みの途中で予期しない電源遮断が
発生しても、ファイルシステム全体としての整合性が確
保できた状態を再現できる。また、書込むデータの容量
がバンクの容量と同じ場合には、更新データ用バンクを
経由することなく、マージ用バンクにデータを書込むの
で、バンクの消去回数を減少させることができる。

【０２２６】＜第６の実施の形態＞本実施の形態に係る
ファイルシステムは、前述の第１の実施の形態とは異な
るmerge処理を実行する。その他のハードウェア構成お
よび以下に示す以外のフローチャートについては、前述
の第１の実施の形態と同じである。したがって、それら
についてのここでの詳細な説明は繰返さない。

【０２２７】図４６を参照して、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムで実行されるmerge処理の制御構造につ
いて説明する。なお、図４６の処理の中で、前述の図１
０に示した処理と同じ処理については同じステップ番号
を付してある。それらについての処理も同じである。し
たがって、それらについての詳細な説明はここでは繰返
さない。

【０２２８】Ｓ６０００にて、ＣＰＵ１２００は、マー
ジ用バンクを第Ｊ番目のバンクに対応した新たなデータ
用バンクに、古い第Ｊ番目のバンクを消去して新たなマ
ージ用バンクに設定する。このとき、新たなデータ用バ
ンクのカウンタ値は、古いデータ用バンクのカウンタ値
に１を加算したものとする。

【０２２９】以上のような構造およびフローチャートに
基づく、本実施の形態に係るファイルシステムの動作
を、図４７を参照して説明する。以下の説明では、ファ
イルブロック（０）からファイルブロック（９９）まで
の第１のバンクに含まれるファイルブロックにデータが
繰返し書込まれると想定する。

【０２３０】図４７（Ａ）に示すように、初期状態で
は、データ用バンク２１００として第０番目のバンクか
ら第２９番目のバンクまでの３０個のバンクが、マージ
用バンク２２００として第３０番目のバンクが、更新デ
ータ用バンク２３００として第３１番目のバンクが設定
されている。更新データ用バンク２３００の全てのエン
トリは空いている。ＲＡＭ３０００のキャッシュ領域３
１００の全てのエントリは空いていると想定する。

【０２３１】ファイルブロック（０）からファイルブロ
ック（９９）まで、繰返しデータが書込まれる。更新デ
ータ用バンクに空きがなくなるので、マージ処理が実行
される。

【０２３２】更新データ用バンクである第３１番目のバ
ンクおよびデータ用バンクである第０番目のバンクか
ら、マージ用バンクである第３０番目のバンクへデータ
がコピーされる。このとき、第０番目のバンクのカウン
ト値（＝０）に１を加算した値が第３０番目のカウンタ
値（＝１）に設定される。第３０番目のバンクが新たな
データ用バンク（ファイルブロック（０）〜ファイルブ
ロック（９９）格納用）に設定される。この状態を図４
７（Ｂ）に示す。

【０２３３】この時点で、電源が遮断されると、ファイ
ルブロック（０）からファイルブロック（９９）までを
格納する２個のバンク（第０番目のバンクと第３０番目
のバンク）とが存在するが、カウンタ値の大きな方をよ
り新しいデータが格納されたバンクとして判断できる。

【０２３４】データ用バンクであった第０番目のバンク
が消去されて、新たなマージ用バンクに設定される。第
０番目のバンクが新たな更新データ用バンクに設定さ
れ、古い更新データ用バンクであった第３１番目のバン
クが消去される。第３１番目のバンクが新たなマージ用
バンクに設定される。この状態を図４７（Ｃ）に示す。

【０２３５】さらに、ファイルブロック（０）からファ
イルブロック（９９）まで、繰返しデータが書込まれ
る。更新データ用バンクに空きがなくなるので、マージ
処理が実行される。

【０２３６】更新データ用バンクである第０番目のバン
クおよびデータ用バンクである第３０番目のバンクか
ら、マージ用バンクである第３１番目のバンクへデータ
がコピーされる。このとき、第３０番目のバンクのカウ
ント値（＝１）に１を加算した値が第３１番目のカウン
タ値（＝２）に設定される。第３１番目のバンクが新た
なデータ用バンク（ファイルブロック（０）〜ファイル
ブロック（９９）格納用）に設定される。

【０２３７】データ用バンクであった第３０番目のバン
クが消去されて、新たなマージ用バンクに設定される。
第３０番目のバンクが新たな更新データ用バンクに設定
され、古い更新データ用バンクであった第０番目のバン
クが消去される。第０番目のバンクが新たなマージ用バ
ンクに設定される。この状態を図４７（Ｄ）に示す。

【０２３８】以上のようにして、本実施の形態に係るフ
ァイルシステムによると、マージ処理の途中で電源が遮
断されても、ファイルシステム全体としての整合性が確
保できた状態を再現できる。

【０２３９】今回開示された実施の形態はすべての点で
例示であって制限的なものではないと考えられるべきで
ある。本発明の範囲は上記した説明ではなくて特許請求
の範囲によって示され、特許請求の範囲と均等の意味お
よび範囲内でのすべての変更が含まれることが意図され
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の実施の形態に係るファイルシステム
が使用される携帯機器の制御ブロック図である。

【図２】 本発明の第１の実施の形態に係るファイルシ
ステムを実現するメモリの制御ブロック図である。

【図３】 本発明の第１の実施の形態に係るファイルシ
ステムを実現するメモリのバンク構成を示す図である。

【図４】 ファイルのデータ構造を示す図である。

【図５】 ファイルブロック管理テーブルのデータ構造
を示す図である。

【図６】 本発明の第１の実施の形態に係る書込み処理
の制御の手順を示すフローチャートである。

【図７】 本発明の第１の実施の形態に係る読出し処理
の制御の手順を示すフローチャートである。

【図８】 本発明の第１の実施の形態に係るcopy＿bank
＿to＿cache処理の制御の手順を示すフローチャートで
ある。

【図９】 本発明の第１の実施の形態に係るcopy＿cach
e＿to＿bank処理の制御の手順を示すフローチャートで
ある。

【図１０】 本発明の第１の実施の形態に係るmerge処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図１１】 本発明の第１の実施の形態に係るコミット
処理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図１２】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その１）であ
る。

【図１３】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その２）であ
る。

【図１４】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その３）であ
る。

【図１５】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その４）であ
る。

【図１６】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その５）であ
る。

【図１７】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その６）であ
る。

【図１８】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その７）であ
る。

【図１９】 本発明の第１の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その８）であ
る。

【図２０】 本発明の第２の実施の形態に係る書込み処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図２１】 本発明の第２の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その１）であ
る。

【図２２】 本発明の第２の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その２）であ
る。

【図２３】 本発明の第２の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その３）であ
る。

【図２４】 本発明の第２の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その４）であ
る。

【図２５】 本発明の第３の実施の形態に係るファイル
システムを実現するメモリのバンク構成を示す図であ
る。

【図２６】 本発明の第３の実施の形態に係るcopy＿ca
che＿to＿bank処理の制御の手順を示すフローチャート
である。

【図２７】 本発明の第３の実施の形態に係るmerge処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図２８】 本発明の第３の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その１）であ
る。

【図２９】 本発明の第３の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その２）であ
る。

【図３０】 本発明の第３の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その３）であ
る。

【図３１】 本発明の第３の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その４）であ
る。

【図３２】 本発明の第３の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その５）であ
る。

【図３３】 本発明の第４の実施の形態に係るmerge処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図３４】 本発明の第４の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の初期状態を表わす図である。

【図３５】 本発明の第４の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図である。

【図３６】 本発明の第５の実施の形態に係る書込み処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図３７】 本発明の第５の実施の形態に係るwrite＿s
mall処理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図３８】 本発明の第５の実施の形態に係るwrite＿l
arge処理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図３９】 本発明の第５の実施の形態において書込ま
れるファイルの構造を示す図である。

【図４０】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その１）であ
る。

【図４１】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その２）であ
る。

【図４２】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その３）であ
る。

【図４３】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その４）であ
る。

【図４４】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その５）であ
る。

【図４５】 本発明の第５の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その６）であ
る。

【図４６】 本発明の第６の実施の形態に係るmerge処
理の制御の手順を示すフローチャートである。

【図４７】 本発明の第６の実施の形態に係る処理によ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図である。

【図４８】 本発明に関連するファイルシステムを実現
するメモリの制御ブロック図である。

【図４９】 本発明に関連するファイルシステムにおけ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その１）であ
る。

【図５０】 本発明に関連するファイルシステムにおけ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その２）であ
る。

【図５１】 本発明に関連するファイルシステムにおけ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その３）であ
る。

【図５２】 本発明に関連するファイルシステムにおけ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その４）であ
る。

【図５３】 本発明に関連するファイルシステムにおけ
るバンクの記憶内容の変化を表わす図（その５）であ
る。

【符号の説明】

１０２０ 携帯機器、１０４０ 液晶モニタ、１１００
入力キー、１２００ＣＰＵ、１２２、１２２０ メモ
リ、２００、２０００ フラッシュメモリ、２１０、２
１００ データ用バンク、２２０、２２００ マージ用
バンク、２３００ 更新データ用バンク、３００、３０
００ ＲＡＭ、３１００ キャッシュ領域、３２００
ファイルブロック管理テーブル記憶領域、３３００ シ
ステム記憶領域。

Claims (19)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ファイルシステムは、複数のバンクを有
   する不揮発性半導体記憶装置を含み、各前記バンクは、
   複数のブロックを含み、前記不揮発性半導体記憶装置
   は、前記バンク単位で消去が可能であり、前記複数のバ
   ンクは、少なくとも１つの更新データ用バンクと、少な
   くとも１つのマージ用バンクと、データバンクとに分割
   され、 前記ファイルシステムは、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
   タ用バンクに格納するための更新データ格納手段と、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
   ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
   ックに対する最新の更新データを選択するための最新デ
   ータ選択手段と、 前記最新データ選択手段に接続され、前記選択された最
   新の更新データを処理するための処理手段とを含み、 前記処理手段は、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
   クの第１のブロックに格納するための第１のマージデー
   タ格納手段と、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
   るデータを選択するための関連データ選択手段と、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
   ブロックに格納するための第２のマージデータ格納手段
   と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
   るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
   タバンクに設定するための設定手段とを含む、ファイル
   システム。
2. 【請求項２】 前記第１の条件は、前記更新データ用バ
   ンクに、空きブロックがないという条件である、請求項
   １に記載のファイルシステム。
3. 【請求項３】 前記ファイルシステムは、２以上のブロ
   ックを格納する揮発性半導体記憶装置をさらに含み、 前記更新データ格納手段は、 更新前のデータを、前記揮発性半導体記憶装置のブロッ
   クに格納するための手段と、 前記揮発性半導体記憶装置のブロックの中から、データ
   書換命令に対応するデータが格納されたブロックを選択
   するための手段と、 前記選択されたブロックに格納された、前記更新前のデ
   ータを更新するための手段と、 前記更新されたデータを、前記更新データ用バンクに格
   納するための手段とを含む、請求項１に記載のファイル
   システム。
4. 【請求項４】 前記ファイルシステムは、 複数のデータバンクの中から、全てのブロックが初期化
   された状態であるバンクを抽出するための抽出手段と、 前記抽出手段により抽出されたバンクを、前記マージ用
   バンクに設定するための設定手段とをさらに含む、請求
   項１に記載のファイルシステム。
5. 【請求項５】 前記処理手段は、 前記関連するデータが格納されていたデータバンクを初
   期化して、新たな更新データ用バンクに設定するための
   更新データ用バンク設定手段と、 前記更新データ用バンクであったバンクを初期化して、
   新たなマージ用バンクに設定するためのマージ用バンク
   設定手段とをさらに含む、請求項１に記載のファイルシ
   ステム。
6. 【請求項６】 前記処理手段は、 前記設定されたデータバンクが最新のデータバンクであ
   ることを示す情報を作成するための作成手段をさらに含
   む、請求項５に記載のファイルシステム。
7. 【請求項７】 前記ファイルシステムは、 予め定められた第２の条件が満足されると、前記更新デ
   ータ用バンクに格納されたデータに関する管理情報を、
   前記不揮発性半導体記憶装置に格納するための管理情報
   格納手段と、 前記管理情報が格納されたことに応答して、前記更新デ
   ータバンクの各ブロック毎に、前記更新データに対応付
   けて、前記管理情報が格納されたことを示す情報を格納
   するための情報格納手段とをさらに含む、請求項１に記
   載のファイルシステム。
8. 【請求項８】 前記最新データ選択手段は、前記更新デ
   ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
   ック毎に最新の更新データであって、前記管理情報が格
   納されたことを示す情報が対応付けられた更新データを
   選択するための手段を含む、請求項７に記載のファイル
   システム。
9. 【請求項９】 前記更新データ用バンク設定手段は、前
   記関連するデータが格納されていたバンクを初期化し
   て、前記初期化されたバンクに、前記管理情報が格納さ
   れたことを示す情報が対応付けられていない更新データ
   を格納して、新たな更新データ用バンクに設定するため
   の手段を含む、請求項７に記載のファイルシステム。
10. 【請求項１０】 前記第２の条件は、データ書換命令に
    対応する複数のブロックに対する更新が終了したという
    条件である、請求項７に記載のファイルシステム。
11. 【請求項１１】 前記第２の条件は、前記更新データ用
    バンクに、空きブロックがないという条件である、請求
    項７に記載のファイルシステム。
12. 【請求項１２】 前記ファイルシステムは、 書込まれるデータの容量が、更新データ用バンクの大き
    さよりも大きい場合には、更新データ用のバンクの大き
    さ以下の容量のデータに分割するための分割手段をさら
    に含み、 前記第２の条件は、前記分割されたデータが書込まれた
    という条件である、請求項７に記載のファイルシステ
    ム。
13. 【請求項１３】 前記ファイルシステムは、 書込まれるデータの容量が、更新データ用バンクの大き
    さよりも大きい場合には、マージ用バンクの大きさと同
    じ容量のデータに分割するための分割手段と、 前記分割されたデータをマージ用バンクに格納するため
    の手段とをさらに含む、請求項７に記載のファイルシス
    テム。
14. 【請求項１４】 ファイルシステムは、複数のバンクを
    有する不揮発性半導体記憶装置と、バックアップ機能を
    有する揮発性半導体記憶装置とを含み、揮発性半導体装
    置は、少なくとも１つの更新データ用バンクを含み、各
    前記バンクは複数のブロックを含み、前記不揮発性半導
    体記憶装置は、前記バンク単位で消去が可能であり、前
    記不揮発性半導体装置の複数のバンクは、少なくとも１
    つのマージ用バンクと、データバンクとに分割され、 前記ファイルシステムは、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
    タ用バンクに格納するための更新データ格納手段と、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
    ータ用バンクに含まれる複数のブロックに格納された更
    新データの中から、各ブロックに対する最新の更新デー
    タを選択するための最新データ選択手段と、 前記最新データ選択手段に接続され、前記選択された最
    新の更新データを処理するための処理手段とを含み、 前記処理手段は、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
    クの第１のブロックに格納するための第１のマージデー
    タ格納手段と、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
    るデータを選択するための関連データ選択手段と、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
    ブロックに格納するための第２のマージデータ格納手段
    と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
    るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
    タバンクに設定するための設定手段とを含む、ファイル
    システム。
15. 【請求項１５】 前記第１の条件は、前記更新データ用
    バンクに、空きブロックがないという条件である、請求
    項１４に記載のファイルシステム。
16. 【請求項１６】 ファイルシステムを制御する方法であ
    って、前記ファイルシステムは、複数のバンクを有する
    不揮発性半導体記憶装置を含み、各前記バンクは、複数
    のブロックを含み、前記不揮発性半導体記憶装置は、前
    記バンク単位で消去が可能であり、前記複数のバンク
    は、少なくとも１つの更新データ用バンクと、少なくと
    も１つのマージ用バンクと、データバンクとに分割さ
    れ、 前記ファイルシステムを制御する方法は、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
    タ用バンクに格納する更新データ格納ステップと、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
    ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
    ックに対する最新の更新データを選択する最新データ選
    択ステップと、 前記選択された最新の更新データを処理する処理ステッ
    プとを含み、 前記処理ステップは、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
    クの第１のブロックに格納する第１のマージデータ格納
    ステップと、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
    るデータを選択する関連データ選択ステップと、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
    ブロックに格納する第２のマージデータ格納ステップ
    と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
    るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
    タバンクに設定する設定ステップとを含む、ファイルシ
    ステム制御方法。
17. 【請求項１７】 ファイルシステムを制御する方法であ
    って、前記ファイルシステムは、複数のバンクを有する
    不揮発性半導体記憶装置と、バックアップ機能を有する
    揮発性半導体記憶装置とを含み、揮発性半導体装置は、
    少なくとも１つの更新データ用バンクを含み、各前記バ
    ンクは複数のブロックを含み、前記不揮発性半導体記憶
    装置は、前記バンク単位で消去が可能であり、前記不揮
    発性半導体装置の複数のバンクは、少なくとも１つのマ
    ージ用バンクと、データバンクとに分割され、 ファイルシステム制御方法は、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
    タ用バンクに格納する更新データ格納ステップと、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
    ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
    ックに対する最新の更新データを選択する最新データ選
    択ステップと、 前記選択された最新の更新データを処理する処理ステッ
    プとを含み、 前記処理ステップは、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
    クの第１のブロックに格納する第１のマージデータ格納
    ステップと、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
    るデータを選択する関連データ選択ステップと、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
    ブロックに格納する第２のマージデータ格納ステップ
    と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
    るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
    タバンクに設定する設定ステップとを含む、ファイルシ
    ステム制御方法。
18. 【請求項１８】 ファイルシステムを制御するためのプ
    ログラムであって、前記ファイルシステムは、複数のバ
    ンクを有する不揮発性半導体記憶装置を含み、各前記バ
    ンクは、複数のブロックを含み、前記不揮発性半導体記
    憶装置は、前記バンク単位で消去が可能であり、前記複
    数のバンクは、少なくとも１つの更新データ用バンク
    と、少なくとも１つのマージ用バンクと、データバンク
    とに分割され、 前記プログラムはコンピュータに、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
    タ用バンクに格納する更新データ格納ステップと、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
    ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
    ックに対する最新の更新データを選択する最新データ選
    択ステップと、 前記選択された最新の更新データを処理する処理ステッ
    プとを実行させ、 前記処理ステップは、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
    クの第１のブロックに格納する第１のマージデータ格納
    ステップと、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
    るデータを選択する関連データ選択ステップと、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
    ブロックに格納する第２のマージデータ格納ステップ
    と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
    るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
    タバンクに設定する設定ステップとを含む、プログラ
    ム。
19. 【請求項１９】 ファイルシステムを制御するためのプ
    ログラムであって、前記ファイルシステムは、複数のバ
    ンクを有する不揮発性半導体記憶装置と、バックアップ
    機能を有する揮発性半導体記憶装置とを含み、揮発性半
    導体装置は、少なくとも１つの更新データ用バンクを含
    み、各前記バンクは複数のブロックを含み、前記不揮発
    性半導体記憶装置は、前記バンク単位で消去が可能であ
    り、前記不揮発性半導体装置の複数のバンクは、少なく
    とも１つのマージ用バンクと、データバンクとに分割さ
    れ、 前記プログラムはコンピュータに、 データ書換命令に対応する更新データを、前記更新デー
    タ用バンクに格納する更新データ格納ステップと、 予め定められた第１の条件が満足されると、前記更新デ
    ータ用バンクに格納された更新データの中から、各ブロ
    ックに対する最新の更新データを選択する最新データ選
    択ステップと、 前記選択された最新の更新データを処理する処理ステッ
    プとを実行させ、 前記処理ステップは、 前記選択された最新の更新データを、前記マージ用バン
    クの第１のブロックに格納する第１のマージデータ格納
    ステップと、 前記データバンクから、前記最新の更新データに関連す
    るデータを選択する関連データ選択ステップと、 前記選択されたデータを、前記マージ用バンクの第２の
    ブロックに格納する第２のマージデータ格納ステップ
    と、 前記最新の更新データと前記最新の更新データに関連す
    るデータとが格納されたマージ用バンクを、新たなデー
    タバンクに設定する設定ステップとを含む、プログラ
    ム。