JP2007018528A - メモリ装置、ファイル管理方法及び記録再生装置 - Google Patents

Abstract

【課題】データ格納媒体としてライトワンス型メモリを用いても、複数回書き込みが可能なメモリを用いたメモリ装置との間で互換性を可能とする。
【解決手段】データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び実体データの更新データが記録される予備領域を有する記録媒体を備え、予備領域には、管理データが、実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録されていく。
【選択図】図１１

Description

本発明は、データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体を有するメモリ装置、並びに、このメモリ装置に対するファイル管理方法及び記録再生装置に関する。

従来、情報携帯端末、デスクトップ型コンピュータ、ノート型コンピュータ、携帯電話機、オーディオ装置、家電装置等々のホスト機器に着脱自在に装着される外部記憶メディアとして、半導体メモリを内蔵したカード型の小型ＩＣメモリ装置が知られている。この種のメモリ装置は、一般にフラッシュメモリ等の不揮発性の半導体メモリ（ＩＣメモリ）を内部に有しており、この半導体メモリに静止画像データ、動画像データ、音声データ、音楽データ等の各種デジタルデータを格納する。フラッシュメモリは、データの書き込み及び消去を、繰り返し行うことを可能とする書き換え可能なメモリである。そのため、フラッシュメモリを内蔵したメモリ装置は、書き換え可能なディスク媒体等を前提として作られたＭＳ−ＤＯＳ（商標）フォーマットのような一般的な階層ディレクトリ構造のファイル管理システムを適用することができる。

ところで、フラッシュメモリは、比較的高価なデバイスである。そのため、フラッシュメモリよりも安価に提供されているＰＲＯＭ（Programmable Read Only Memory）等のライトワンス型の不揮発性の半導体メモリをデータ格納デバイスとして用いることによりメモリ装置を安価に製造することができる。

このようにメモリ装置のデータ格納デバイスとして、ライトワンス型の半導体メモリを用いた場合も、ユーザの利便性を鑑みれば、従来の書き換え可能なメモリ装置と同様に、ＭＳ−ＤＯＳ（商標）フォーマットのような階層ディレクトリ構造でファイルを管理することが望ましい。

また、メモリ装置のデータ格納デバイスとしてライトワンス型の半導体メモリを用いた場合、記録したデータの実体を消去することはできない。しかし、ユーザの利便性を鑑みれば、ファイル管理システム上で擬似的にファイル等を消去することができることが望ましい。

また、データ格納デバイスとしてライトワンス型の半導体メモリを用いたメモリ装置であっても、読み出し処理自体は、書き換え可能な半導体メモリを用いたメモリ装置と同一である。そのため、ユーザの利便性を鑑みれば、データの読み出しに関しては、従来の書き換え可能な半導体メモリを備えた従来のＩＣメモリ装置との間で互換性がある物理構成並びにファイル管理システムとすることが望ましい。

本発明は、このような実情を鑑みて提案されるものであり、データ格納媒体としてライトワンス型メモリを用い、階層ディレクトリ構造でファイルの管理を行うことが可能なメモリ装置、このメモリ装置に対するファイル管理方法、並びに、このメモリ装置に対してデータの記録又は再生を行う記録再生装置を提供することを目的とする。

また、本発明は、データ格納媒体としてライトワンス型メモリを用いても、ファイルシステム上でファイル等の消去を行うことが可能な物理構成とされたメモリ装置、並びに、このメモリ装置に対してデータの記録又は再生を行う記録再生装置を提供することを目的とする。

さらに、本発明は、データ格納媒体としてライトワンス型メモリを用いても、複数回書き込みが可能なメモリを用いたメモリ装置との間で互換性を有するメモリ装置、このメモリ装置に対するファイル管理方法、並びに、このメモリ装置に対してデータの記録又は再生を行う記録再生装置を提供することを目的とする。

上述した目的を達成するために提案される本発明に係るメモリ装置は、データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒体を備え、上記予備領域には上記管理データが上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録されていくことを特徴とする。

また、本発明は、データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体に対するファイル管理方法において、上記記録媒体上のデータ記録領域を、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域とに分割して管理し、上記予備領域に対して、上記管理データを上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していくことを特徴とする。

さらに、本発明は、データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒体を備えるメモリ装置に対して、ファイルの記録又は再生を行う記録再生部を有し、上記記録再生部は、上記予備領域に対して、上記管理データを上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していくことを特徴とする。

本発明は、データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒体を備え、上記予備領域に上記管理データが上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録するようにしたしたことにより、データ格納媒体としてライトワンス型メモリを用いたメモリ装置に対して、複数回書き込みが可能なメモリを用いたメモリ装置との互換性をもたせることができる。

以下、本発明の実施の形態として、例えば、情報携帯端末、デスクトップ型コンピュータ、ノート型コンピュータ、携帯電話機、オーディオ装置、家電装置等々の外部記憶メディアとして機能するリムーバルなカード状の小型ＩＣメモリ装置、並びに、この小型ＩＣメモリを外部記憶メディアとして利用するデータ処理装置について説明する。なお、本発明の実施の形態として説明するカード状の小型ＩＣメモリ装置のことを、以下、メモリスティック（商標）という。また、このメモリスティックを利用するデータ処理装置を、ホスト機器という。

概要
本実施の形態のホスト機器及びメモリスティックの外観斜視図を図１に示す示す。

本発明が適用されるメモリスティック１は、データを１回だけ書き込むことが可能な不揮発性のメモリ、即ち、ライトワンス型の半導体メモリ（以下ライトワンスメモリと呼ぶ。）を、データ格納媒体として内蔵している。メモリスティック１は、ホスト機器２に設けられているスロット３に挿入された状態で使用される。メモリスティック１のスロット３に対する挿入及び抜出は、ユーザが自在に行うことができる。そのため、例えば、あるホスト機器に挿入されていたメモリスティック１を抜き出して、他のホスト機器に挿入することもできる。すなわち、本メモリスティック１は、異なるホスト機器間のデータのやり取りに用いることが可能である。

メモリスティック１の内部に設けられたライトワンスメモリは、１ビット単位でデータの書き込みを行うことが可能なダイオード破壊型等のメモリセルを用いたＰＲＯＭ（ Programmable Read Only Memory ）である。このダイオード破壊型のメモリセルは、例えば、図２に示すように、互いに逆方向にしてライン−カラム間に直列接続したｐｎダイオードＤ１，Ｄ２から構成されている。ダイオード破壊型のメモリセルは、一方のｐｎダイオードを逆バイアスをかけて破壊することにより、ビット保持値が反転されることとなる。なお、メモリスティック１に適用するライトワンスメモリは、ダイオード破壊型に限らず、いわゆるヒューズ型やフローティングゲート型等のＰＲＯＭを用いてもよい。

また、メモリスティック１に用いられるライトワンスメモリでは、各メモリセルで保持されているビット値が、初期状態において“１”（ｈｉｇｈ）となっている。すなわち、データを何ら書き込んでいない状態では、各メモリセルからは、“１”が読み出される。この初期状態のメモリセルに対して“０”（ｌｏｗ）を書き込むとｐｎダイオードが破壊され、メモリセルの保持値が“０”に変化する。メモリセルの保持値が一旦“０”となると、以後そのメモリセルに対して“１”を書き込んでも“０”を書き込んでも、保持値は変化せずに“０”の状態を維持する。一方、初期状態のメモリセルに対して“１”を書き込んだ場合には、そのメモリセルの保持値は“１”の状態のままである。この場合、まだダイオードは破壊されていないので、その後、そのメモリセルに対して“０”を書き込むことができる。

ところで、以上のような本実施の形態のメモリスティック１に対して、従来のメモリスティックは、フラッシュメモリと呼ばれる複数回書き換え可能な不揮発性の半導体メモリを、データ格納デバイスとして内蔵している。本実施の形態のメモリスティック１は、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックと、外観的な機械形状、接続端子、ホスト機器とのデータ転送インタフェース等の互換性をもった構成としている。従って、本実施の形態のメモリスティック１は、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックのみに対応したホスト機器に挿入して用いることができる。また、反対に、本実施の形態のメモリスティック１に対応したホスト機器２は、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックを外部記憶メディアとして用いることもできる。すなわち、本実施の形態のメモリスティックは、従来のフラッシュメモリを用いたメモリスティックと、インターフェース上の互換性を有している。

以下、本実施の形態のメモリスティックについて、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックと適宜比較をしながら詳細に説明をしていく。なお、以下説明の際に、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックと、本実施の形態のメモリスティックとの区別を明確にする場合には、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティック及びこれに対応したホスト機器のことをＶｅｒ１といい、本実施の形態のメモリスティック及びこれに対応したホスト機器のことをＶｅｒ２という場合もある。

外観
図３は、本発明の実施の形態のメモリスティック１を表面側から見た斜視図であり、図４は、本発明の実施の形態のメモリスティック１を裏面側から見た斜視図である。

メモリスティック１は、主面（表面１ａ及び裏面１ｂ）が略長方形とされた薄板形状となっている。メモリスティック１は、主面の長手方向の長さが約５０ｍｍ、主面の短辺方向の長さが約２１．４５ｍｍ、厚さが約２．８ｍｍとなっている。また、メモリスティック１は、主面が、表面１ａと裏面１ｂとに区別される。裏面１ｂの長手方向の一端には、１０個の平面電極（接続端子群４）が、短辺方向に一列に並んで設けられている。また、電極と電極との各間には、裏面１ｂから垂直に立ち上がったガード５が設けられ、接続端子への接触防止が図られている。また、メモリスティック１の裏面１ｂには、誤消去禁止用のスライドスイッチ６が設けられている。

また、ホスト機器２のスロット３は、以上のような形状のメモリスティック１に対応した凹状の形状となっていて、メモリスティック１が挿入可能である。さらに、このスロット３は、メモリスティック１が挿入されたときには、このメモリスティック１が脱落しないように保持することができる。また、スロット３には、メモリスティック１の１０個の平面電極に対応した位置に、１０個の接点が設けられている。そのため、メモリスティック１が接続端子群４の方向からスロット内部に差し込まれることにより（図３のＸ方向にメモリスティック１が差し込まれることにより）、これらのスロット３内の接点と、メモリスティック１の各接続端子とが電気的に接続されることとなる。

次に、メモリスティック１の接続端子図５を参照して説明をする。

ピン１（ＶＳＳ端子）は、ＶＳＳ（基準０ボルト電圧）が接続される。このＶＳＳ端子は、ホスト機器側のグランドとメモリスティック側のグランドとを接続し、ホスト機器とメモリスティックとの０ボルト基準電位を一致させる。

ピン２（ＢＳ端子）は、バスステート信号がホスト機器からメモリスティックへ入力される。

ピン３（ＶＣＣ端子）は、電源電圧（ＶＣＣ）がホスト機器からメモリスティックへ供給される。メモリスティックの動作可能な電源電圧は例えば２．７〜３．６ボルトであり、この範囲の電圧が供給される。

ピン４（ＳＤＩＯ端子）は、メモリスティックとホスト機器との間に転送されるシリアルデータ信号が入出力される。

ピン５（Reserved端子）は、予備の端子で、特に機能は付与されていない。

ピン６（ＩＮＳ端子）は、メモリスティックがスロットに挿入されているか、或いは、挿入されていないかを、ホスト機器が判断するための挿入／抜出検出に用いられる。

ピン７（Reserved端子）は、予備の端子で、特に機能は付与されていない。

ピン８（ＳＣＬＫ）は、ＳＤＩＯ端子を転送するシリアルデータのクロック信号が、ホスト機器からメモリスティックへ入力される。

ピン９（ＶＣＣ端子）は、電源電圧（ＶＣＣ）がホスト機器からメモリスティックへ供給される。ピン９は、ピン３と内部で接続されている。

ピン１０（ＶＳＳ端子）は、ＶＳＳと接続される。ピン１と内部で接続されている。

なお、メモリスティック１及びスロット３（Ｖｅｒ２）の形状及び接続端子は、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティック（Ｖｅｒ１）と、同一となっており、相互に機械的な互換性を有している。

本実施の形態のメモリスティックの内部回路の構成
図６に、メモリスティック１の内部ブロックの構成図を示す。このメモリスティック１は、インタフェース回路（Ｉ／Ｆ）１２と、レジスタ回路１３と、データバッファ回路１４と、ＥＣＣ回路１５と、メモリＩ／Ｆシーケンス回路１６と、ライトワンスメモリ１７と、発振制御回路１８とを備えている。

Ｉ／Ｆ回路１２は、３線式半２重シリアルプロトコルを用いて、ホスト機器２との間でデータの転送を行う回路である。

レジスタ回路１３は、例えば、ホスト機器から転送されたコマンド、メモリスティック１内の内部状態、アクセスするデータのアドレス、コマンドを実行する際に必要な諸処のパラメータ、ライトワンスメモリ１７内のファイル管理情報等を記憶する回路である。このレジスタ回路１３に記憶されている情報は、メモリＩ／Ｆシーケンス回路１６からアクセスされたり、或いは、ホスト機器２から所定のコマンドを与えることによりアクセスされたりする。

データバッファ回路１４は、ライトワンスメモリ１７へ書き込まれるデータ、並びに、ライトワンスメモリ１７から読み出されたデータを、一時的に保存するメモリ回路である。データバッファ回路１４は、所定のデータ書き込み単位（５１２バイト。後述するページサイズである）分のデータ容量を有している。

ＥＣＣ回路１５は、ライトワンスメモリ１７へ書き込まれるデータに対して誤り訂正コード（ＥＣＣ）を付加する。また、ＥＣＣ回路１５は、ライトワンスメモリ１７から読み出したデータに付加されている誤り訂正コードに基づき、この読み出したデータに対する誤り訂正処理を行う。例えば、誤り訂正コードは、５１２バイトのデータ単位に対して３バイト分付加される。

メモリＩ／Ｆシーケンス回路１６は、レジスタ回路１３内に格納されているコマンドや各種情報に従い、データバッファ１４とライトワンスメモリ１７との間のデータのやり取りを制御する。

ライトワンスメモリ１７は、上述したように、保持しているデータ内容を１回だけ書き換えることが可能な半導体メモリである。

発振制御回路１８は、本メモリスティック１内の動作クロックを発生する。

以上のような構成のメモリスティック１では、例えば、ホスト機器２からインタフェースを介して与えられる各種コマンドに従い、例えば、データの書き込み、データの読み出し、消去（ファイルシステム上の消去）等の動作を行う。

メモリスティックとホスト機器間のインタフェースのシステム構成
図７に、本実施の形態のメモリスティックとホスト機器との間のデータ伝送をするためのインタフェースの機能構成図を示す。

ホスト機器２は、ファイルマネージャ３１と、ＴＰＣインタフェース３２と、シリアルインタフェース３３とから構成される。また、メモリスティック１は、シリアルインタフェース３５と、レジスタ３７と、データバッファ３８と、メモリコントローラ３９と、メモリ４０とから構成される。

ファイルマネージャ３１は、ホスト機器のオペレーションシステム上で、メモリスティック１内に格納されているファイル、並びに、ホスト機器の他のメディアに格納されているファイルの管理を行う。

ＴＰＣインタフェース３２は、ファイルマネージャ３１の下位レイヤとなる。ＴＰＣインタフェース３２は、本メモリスティック１のインタフェース特有のコマンド（ＴＰＣ:Transfer Protocol Command）により、メモリスティック１内のレジスタ３７及びデータバッファ３８へアクセスを行う。

シリアルインタフェース３３，３５は、ＴＰＣインタフェースの下位レイヤとなり、本インタフェースシステムの物理階層である。シリアルインタフェース３３，３５は、１ビットシリアルデータ，クロック，バスステート信号の３つの信号を転送する３線式半２重シリアルプロトコルに従い、データ転送を行う。

レジスタ３７は、ホストから転送されたコマンド、メモリスティックの内部状態、メモリのデータアドレス、コマンドを実行する際に必要な諸処のパラメータ、メモリ内のファイル管理情報等を格納する。

データバッファ３８は、メモリ４０へ書き込まれるデータ、並びに、メモリ４０から読み出されたデータを、一時的に保存するバッファ領域である。

メモリコントローラ３９は、レジスタ回路１３内に格納されているコマンド並びに各種情報に従い、データバッファ３８とメモリ４０との間のデータのやり取りを制御し、データの読み出し、書き込みを行う。

メモリ４０は、データのメモリ領域であり、メモリコントローラ３９を通して、独自のモデルとして仮想化されている。

以上のような構成のホスト機器及びメモリスティックでは、ファイルマネージャ３１に管理されている他のメディアに格納されているデータを、上記シリアルインタフェースを介してメモリ４０に転送することができる。また、メモリ４０に格納されているデータを、上記シリアルインタフェースを介してファイルマネージャに管理されている他のメディアに転送することができる。

なお、本実施の形態のメモリスティック１（Ｖｅｒ２）のインターフェースの構成並びにデータ転送プロトコルは、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティック（Ｖｅｒ１）と、同一となっており、相互に互換性を有している。

メモリスティックのデータ格納領域の物理フォーマット
次に、本実施の形態のメモリスティック１のデータ格納領域の物理フォーマットについて説明をする。

メモリスティック１が格納できるデータ容量は、例えば１６Ｍバイト、３２Ｍバイト、６４Ｍバイト、１２８Ｍバイトである。

本実施の形態のメモリスティック１では、ブロックと呼ぶデータ単位を定義し、このブロックを基本としてデータ格納領域が物理的に管理されている。１ブロックのデータサイズは例えば１６Ｋバイトである。従って、１６Ｍバイトのメモリスティックであれば総ブロック数が１０２４個となり、３２Ｍバイトのメモリスティックであれば総ブロック数が２０４８個となり、６４Ｍバイトのメモリスティックであれば総ブロック数が４０９６個となり、１２８Ｍバイトのメモリスティックであれば総ブロック数が８１９２個となる。このブロックは、フラッシュメモリを用いた従来のメモリスティックにおける消去ブロックと同一である。

ブロックには、有効ブロックと、予備ブロックとがある。有効ブロックは、ファイルの実体データ等が記録されるブロックである。予備ブロックは、後発性の不良の代替データ、並びに、ファイル管理用のデータが記録される領域である。１つのメモリスティック１内における全予備ブロック数は、例えば、１６Ｍバイトのメモリスティックであれば３１個であり、３２Ｍバイトのメモリスティックであれば６３個であり、６４Ｍバイトのメモリスティックであれば１２７個であり、１２８Ｍバイトのメモリスティックであれば２５５個である。

各ブロックには、ブロックの格納位置を特定する物理ブロック番号が設定されている。この物理ブロック番号は、有効ブロック及び予備ブロックの区別に関わらず、０から連続番号で設定されている。

各ブロックには、論理アドレスが記録される。この論理アドレスは、ブロック内の所定の領域に書き込まれる。有効ブロックは、例えば工場出荷時等に予め論理アドレスが記録されており、予備ブロックは、工場出荷時には論理アドレスが記録されていない。特定の論理アドレスのブロックに後発不良が生じた場合には、未記録の予備ブロックに対して、不良ブロックの論理アドレスを書き込んで、代替が行われる。すなわち、有効ブロックに関しては、物理ブロック番号とともに論理アドレスも予め設定された状態とされており、予備ブロックに関しては、論理アドレスが工場出荷後に設定されることとなる。

メモリスティック１では、５１２ブロックのまとまりをセグメントと定義している。セグメント番号は、０から連続番号で設定される。各セグメント内は、有効ブロックと予備ブロックとで構成されている。０セグメントの有効ブロックの数は４９５個であり、予備ブロックの数は１５個である。その他のセグメントの有効ブロックの数は４９６個であり、予備ブロックの数は１６個である。なお、０セグメントの有効ブロック数及び予備ブロック数が少ないのは後述するブートブロックがあるからである。

以上説明したセグメントとブロックの関係、並びに、物理ブロック番号と論理アドレスとの関係を図に表すと、図８に示すようになる。

また、図９に示すように、０セグメントの先頭の２つのブロック（物理ブロック番号“０”及び“１”のブロック、このブロックには論理アドレスは記録されない。）は、ブート領域とされている。ブート領域は、ホスト機器が、本メモリスティック１をブートした際に、最初にデータを読み込む領域である。このブート領域のブロックには、そのメモリスティックに関する情報や属性等が記録されている。このブートが記録された領域をブート領域、それ以外の領域をユーザ領域と呼ぶ。

各ブロックは、図１０に示すように、３２個のページから構成されている。ページは、５１２バイトのデータ領域と、エキストラデータエリアとから構成された単位である。データ領域には、データの実体が記録される。すなわち、ファイルの実体データ、管理データ等が記録される。

エキストラデータエリアには、先頭から、１バイト（８ビット）のオーバーライトフラグ領域と、１バイトの管理フラグ領域、２バイトの論理アドレス領域と、５バイトのフォーマットリザーブ領域と、第１のＥＣＣ領域と、第２のＥＣＣ領域が、先頭から順番に形成されている。

オーバーライトフラグ領域には、先頭から、１ビット目にブロックステータス、２，３ビット目にページステータス、４ビット目に更新ステータス、５ビット目にデータ使用ステータスが記録される。６〜８ビット目は、リザーブ領域である。

ブロックステータスは、そのページが含まれているブロックが不良状態であるか、或いは、そのページが含まれているブロックに記録してあるデータを削除した状態であるか示す１ビットの識別フラグである。ブロックステータスは、その値が“０”のときにはそのブロックがブロック不良状態又はデータ削除状態であることを示し、その値が“１”のときにはそのブロックがアクセス可能状態であることを示している。このブロックステータスは、工場出荷時等の初期状態のときには“１”となっている。そして、ブロックステータスは、ブロックに不良が生じた場合、或いは、ブロックに書き込まれたデータをファイル管理システム上で擬似的に消去する場合に、その値が書き換えられて“０”とされる。

ページステータスは、ページ毎の修正不可エラーの発生状態を示す２ビットの識別フラグである。ページステータスは、その値が“００”のときにはページ内のデータにＥＣＣにより修正が可能なエラーが発生している状態を示し、その値が“０１”のときにはページ内のデータにＥＣＣにより修正が不可能なエラーが発生している状態を示し、その値が“１１”のときにはページ内のデータにエラーが発生していない状態を示している。

更新ステータスは、そのページが含まれているブロックの更新状態を示す１ビットのフラグである。更新ステータスは、その値が“０”のときには、そのブロックにデータを記録済みである状態、或いは、そのブロックにデータを更新中である状態を示し、その値が“１”のときには、そのブロックにデータを未記録である状態を示している。

データ使用ステータスは、そのページが含まれているブロックに対してデータが記録されており、既にそのブロックが使用されている意味する１ビットの識別フラグである。データ使用ステータスは、その値が“０”のときには、そのブロックに対して既にデータが記録された状態であることを示し、その値が“１”のときには、そのページに対してまだデータが記録されていない状態であることを示す。

管理フラグには、そのページが含まれているブロックがブートブロックであるか、それ以外のブロックであるかを示すシステムビット、そのページに対するコピー制限ビット、そのページに対するアクセス制限ビット等が含まれている。

論理アドレスは、ブロックのアドレス情報が記録される。

第１のＥＣＣは、１バイトの管理フラグ、２バイトの論理アドレス、５バイト分のフォーマットリザーブに対するエラー訂正コードである。

第２のＥＣＣは、５１２バイトのページデータに対するエラー訂正コードである。

本実施の形態のメモリスティック１の物理フォーマットは、上述したような構成を備える。

ここで、メモリスティック１の物理フォーマットは、フラッシュメモリを用いた複数回書換可能な従来のメモリスティックの物理フォーマットと比較した場合、その基本構成は同一となっているが、本メモリスティック１では物理フォーマットにデータ使用ステータスが定義されている点で従来のものとは異なっている。即ち、本メモリスティック１では、オーバーライトフラグ領域内の５ビット目が、データ使用ステータスとなっているが、フラッシュメモリを用いた複数回書換可能な従来のメモリスティックでは、オーバーライトフラグ領域の５ビット目は、リザーブとなっている。

本実施の形態のメモリスティック１では、以上のように物理フォーマットでデータ使用ステータスとブロックステータスとを規定していることによって、そのブロックにデータがまだ記録されていない状態、そのブロックにデータが記録された状態、そのブロックに記録されたデータが消去された状態、の３状態を区別することができる。従って、ライトワンス型のメモリスティック１であっても、ファイル管理システム上、データの消去状態を擬似的に管理することができる。

また、メモリスティック１では、フラッシュメモリを用いた複数回記録可能な従来のメモリスティックのリザーブ領域に、新たなデータ使用ステータスフラグを定義しているので、物理フォーマット上データ読み出しの互換性をもつことができる。すなわち、本メモリスティック１のみで規定されているデータ使用ステータスの内容が、従来のメモリスティックに対して影響を与えることがない。

また、ページ内のエキストラデータエリアに記録される情報には、ブロック毎に固有の内容を示す情報と、ページ毎に固有の内容を示す情報とがある。ブロックステータス、更新ステータス、データ使用ステータス及び論理アドレスは、ブロック毎に固有の内容を示す情報である。ページステータス及び管理フラグは、ページ毎に固有の内容を示す情報である。すなわち、ブロックステータス、更新ステータス、データ使用ステータス及び論理アドレスは、同一ブロック内の全てのページに対して同一の情報内容となる。従って、これらの情報は、ブロック内の先頭ページに対してのみ記録するようにしてもよい。

なお、本メモリスティック１では、物理フォーマット上、物理ブロック番号と論理アドレスとの対応付けを行うテーブルが記録される領域は設けられていない。そのため、ホスト機器は、メモリスティック１をブートした際に、全ブロックの先頭ページにアクセスして論理アドレスを検出し、物理ブロック番号と論理アドレスの対応付けを行うテーブルを作成する。

メモリスティックの論理フォーマット
次に、本実施の形態のメモリスティック１に記録されるデータの論理フォーマットについて説明をする。

フラッシュメモリを用いた複数回書込可能な従来のメモリスティックでは、論理フォーマットとして、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットを採用している。このＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットは、階層ディレクトリ構造で記録媒体内に記録されているデータファイルを管理するファイルシステムである。ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットでは、記録されているデータを管理するに当たり、記録媒体に対するデータの記録再生単位（クラスタ）を定めている。従来のメモリスティックでは、ＭＳ−ＤＯＳによって規定されているデータの記録再生単位（クラスタ）を、上記ブロック単位としている。

これに対して、ライトワンス型の本メモリスティック１は、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットとは異なる独自の論理フォーマット（以下、ライトワンスフォーマットと呼ぶ。）と、上記ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットとの両者で、ファイル管理を行う。ライトワンスフォーマットは、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットと同様に、階層ディレクトリ構造でファイル管理を行う。

本メモリスティック１に対応したホスト機器（Ｖｅｒ２）は、ライトワンスフォーマットにより、本メモリスティック１に対してデータの記録再生を行う。これに対して、従来のメモリスティックに対応したホスト機器（Ｖｅｒ１）は、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットにより、メモリスティック１に対してデータの記録再生を行う。本メモリスティック１では、通常の状態では、メモリスティック１に対応したホスト機器（Ｖｅｒ２）によりデータの記録が行い、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットではデータの管理を行わない。メモリスティック１に対して記録したデータを、従来のメモリスティックに対応したホスト機器（Ｖｅｒ２）により読み出す場合には、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データを記録するセッションクローズ処理を行う。このセッションクローズ処理を行うことにより、従来機器との読み出し互換が図られることになる。

また、本メモリスティック１では、セッションクローズ処理を複数回行うことができる。すなわち、１回セッションクローズ処理をしたのちもライトワンスフォーマットでファイルの追記や更新を行うことができ、さらに、再度セッションクローズ処理を行うことにより、追記や更新をしたファイルも従来のメモリスティックに対応した機器（Ｖｅｒ１）で読み出すことができる。

以下、本メモリスティック１に適用されるライトワンスフォーマット、並びに、セッションクローズ処理について以下詳細に説明を行う。

ライトワンスフォーマット
（ファイルの実体データの記録方法）
ライトワンスフォーマットでは、ファイルの実体データを、予め論理アドレスが割り付けられているブロック、即ち、有効ブロックに記録する。ライトワンスフォーマットでは、ファイルの実体データを、ブロック単位で記録する。即ち、１つのブロック内には、複数のファイルの実体データが混在しないように記録される。ライトワンスフォーマットでは、ファイルの実体データの記録を、ブロックの先頭ページから開始する。また、ライトワンスフォーマットでは、１つのファイルの実体データを、複数のブロックに亘って記録する場合には、連続した論理アドレスのブロックに対して記録する。論理アドレスの連続方向は、順方向、即ち、小さい値から大きい値に向かう方向である。ただし、例えばＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットにおけるサブディレクトリエントリ等が途中に記録されており、１つのファイルの実体データを、論理アドレスが連続した１つの領域に記録することができない場合には、ファイルの実体データを２分断して記録してもよい。もっとも、この場合にも２分断されたそれぞれの領域内は、論理アドレスが連続しているブロックにより形成する。

なお、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの場合、ファイルの実体データをクラスタ毎のランダム記録が可能であるが、以上のライトワンスフォーマットの規則に従い実体データを記録したとしても、少なくともクラスタ（ブロック）単位での記録となっている。従って、ライトワンスフォーマットに従い記録されたファイルの実体データは、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットにも従った記録がされていることとなる。

また、ライトワンスフォーマットでは、論理アドレスが連続している領域にファイルの実体データが記録されるため、いわゆるＦＡＴ（File Allocation Table）のようなクラスタの接続順序を示す情報を管理データとして記録しなくても、アクセスが可能となる。

（管理データの記録方法）
ライトワンスフォーマットでは、エントリページと呼ぶ管理データを、論理アドレスが予め割り付けられていないブロック（論理アドレスの値が初期値（０ｘＦＦＦＦ）の状態となっているブロック）、即ち、予備ブロックに記録する。ライトワンスフォーマットでは、ファイルを１個生成又は１個更新、若しくは、ルートディレクトリ及びサブディレクトリを１個生成する毎に、１つのエントリページを生成して、予備ブロックに記録する。エントリページは、１ページ分の容量を有している。従って、ファイル、ルートディレクトリ及びサブディレクトリを生成又は更新する毎に、予備ブロックの１ページを消費することとなる。

ライトワンスフォーマットでは、全予備ブロックの全ページに対して、予備ブロック管理番号を設定している。１ブロック内のページ数は３２個であるので、予備ブロック管理番号が設定される全ページ数は、１６Ｍバイトのメモリスティックであれば９９２個、３２Ｍバイトのメモリスティックであれば２０４６個、６４Ｍバイトのメモリスティックであれば４０６４個、１２８Ｍバイトのメモリスティックであれば８１６０個となる。

予備ブロック管理番号は、図１１に示すように、全ての予備ブロックのうち、最も下位の物理ブロック番号の予備ブロック（即ち、最も物理ブロック番号が大きい予備ブロック）から、上位の物理ブロック番号の予備ブロックの方向へ向かい、順次番号が付けられている。例えば、１２８ＭＢのメモリスティック１であれば、以下のように予備ブロック管理番号が設定されている。

ライトワンスフォーマットでは、１つのファイル等を生成又は更新する度に、以上のような予備ブロック管理番号に従った順序で、エントリページを記録していく。つまり、エントリページは、メモリスティック１内の最も後ろの予備ブロックから、通常の実体データの記録方向とは逆の方向に記録されていく。

（エントリページの種類）
次に、エントリページについて説明をする。

エントリページは、ファイルエントリ、ルートエントリ、サブエントリ、セッションアンカ、ディレクトリマーカの５つの種類に分類される。

ファイルエントリは、当該メモリスティック１に記録されたファイルを指示する管理データである。メモリスティック１に１つのファイルを記録すると、そのファイルに対応して予備ブロック内にファイルエントリが一つ記録される。ファイルエントリの中には、当該ファイルエントリが指示しているファイルの名称、そのファイルの属性、そのファイルの実体データの記録位置情報、そのファイルの生成日付、親ポインタ、及び、フラグメントが記述される。親ポインタは、そのファイルの親ディレクトリを指示するエントリ（ルートエントリ又はサブエントリ）が記録されている予備ブロック管理番号である。フラグメントは、そのファイルの実体データが、連続領域に記録されずに、２分断されて記録されていることを示す情報である。このフラグメントには、後段の記録領域の開始アドレスも示されている。

ルートエントリは、ルートディレクトリを指示する管理データである。ルートディレクトリは、階層ディレクトリ構造における最上位のディレクトリである。階層ディレクトリ構造でファイル管理をする場合、このルートディレクトリは、１つだけ存在することとなり、その存在は変更されない。そのため、ライトワンス型のメモリスティック１では、予備ブロック管理番号の先頭ページに、工場出荷時等に予めこのルートエントリを１つ記録しておくことが望ましい。

サブエントリは、サブディレクトリを指示する管理データである。サブディレクトリは、階層ディレクトリ構造におけるルートディレクトリ以外のディレクトリである。サブディレクトリは、ルートディレクトリ下に配置してもよいし、サブディレクトリ下に配置してもよい。メモリスティック１に１つのサブディレクトリを生成すると、そのサブディレクトリに対応して予備ブロック内にサブエントリが１つ記録される。サブエントリの中には、当該サブエントリが指示しているサブディレクトリの名称、そのサブディレクトリの生成日付、そのサブディレクトリの親ディレクトリを特定する情報が記述されている。

セッションアンカは、セッションクローズ処理を行ったことを示す管理データである。セッションアンカは、２つペアで一回のセッションクローズ処理を行ったことを表すこととなる。セッションクローズ処理を開始すると、まず最初にセッションアンカが予備ブロック内に１つ記録され、そのセッションクローズ処理の最後に、もう一度セッションアンカが予備ブロック内に１つ記録される。このセッションアンカには、メモリスティック１に対してセッションクローズ処理を行った回数情報が記述される。この回数情報は、上記のペアで同一の値が記録されるため、ファイルエントリの読み出しを行った際に、上記のペアを判断することができる。このようにセッションクローズ処理の開始時と終了時にセッションアンカを記録すると、例えばセッションクローズ処理中に電源がＯＦＦとなりセッションクローズを失敗した場合、セッションアンカが１つしか記録されていないこととなり、セッションクローズが失敗したことをあとで認識することができる。

ディレクトリマーカは、セッションクローズ処理をして生成されたＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データであるサブディレクトリエントリの記録位置を示している。このディレクトリマーカは、セッションクローズ処理をした際に、一回目のセッションアンカを記録した後、２回目のセッションアンカを記録する前に記録される。すなわち、ペアとなるセッションアンカの間に挟まれたページに記録される。このディレクトリマーカは、そのセッションクローズ処理時に新たに記録される１つのサブディレクトリエントリに対して、１つ記録される。ただし、サブディレクトリエントリエントリが複数ブロックに亘り記録される場合には、１つのサブディレクトリエントリに対して、そのブロック分のディレクトリマーカが記録される。

（エントリページの構成）
次に、エントリページの構成について具体的に説明をする。エントリページは、図１２に示すように、ページ内の１５２バイトのデータ領域に記録される。

エントリページ内の記述フィールドは、名称フィールド、ファイル属性フィールド、種別フィールド、先頭ブロックポインタフィールド、データサイズフィールド、生成日付フィールド、親ポインタフィールド、フラグメントフィールド、予備フィールドとから構成される。

名称フィールドは、０〜１０バイト目に配置されている。当該エントリページがファイルエントリ又はサブエントリである場合、この名称フィールドには、当該エントリページが指し示すファイルの名称、又は、サブディレクトリの名称が記述される。ファイル及びサブディレクトリの名称を記述する場合には、ＭＳ−ＤＯＳフォーマットで使用可能な文字列で記録される。なお、ファイル名がＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットで規定されたロングファイル名である場合には、この名称フィールドの先頭１バイトに“０”が記述され、続く２バイトにファイル名のデータ長が記述され、予備フィールドにファイル名称が記述される。当該エントリページが、ルートエントリ又はディレクトリマーカである場合、この名称フィールドは空白とされる。当該エントリページが、セッションアンカである場合、この名称フィールドには、先頭の０〜１バイト目に、当該メモリスティック１に対してセッションクローズ処理を行った回数を示すペア識別用ＩＤが記録される。ペア識別用ＩＤは、当該メモリスティック１に対してセッションクローズ処理を行った回数に応じて、１→２→３…とインクリメントされていく。セッションクローズ処理の回数の最大値は８であり、ペア識別用ＩＤも８までしか記述されない。なお、セッションクローズ処理の回数が８未満の場合であっても、メモリスティック１自体に追記する容量がなくなった場合には、ペア識別用ＩＤは２５６（０ｘＦＦＦＦ）とされる。

属性フィールドは、１１バイト目に配置される。当該エントリページがファイルエントリである場合、この属性フィールドには、当該ファイルエントリが指し示しているファイルの属性が記述される。属性フィールドには、ファイルの属性が通常ファイルである場合には“０”、読み出し専用ファイルである場合には“１”、隠しファイルである場合には“２”、ボリュームラベルである場合には“３”が記述される。属性フィールドは、当該エントリページがファイルエントリ以外である場合には、空白とされる。

種別フィールドは、１２バイト目に配置される。この種別フィールドには、当該エントリページの種別が記述される。すなわち、当該エントリページが、ファイルエントリであるか、ルートエントリであるか、サブエントリであるか、セッションアンカであるか、ディレクトリマーカであるかを区別する情報が記述される。種別フィールドには、ファイルエントリである場合には“０”、ルートエントリである場合には“１”、サブエントリである場合には“２”、セッションアンカである場合には“３”、ディレクトリアンカである場合には“４”が記述される。

先頭ブロックポインタフィールドは、１３〜１４バイト目に配置される。先頭ブロックポインタフィールドには、当該エントリページがファイルエントリである場合、ファイルの実体データが格納されている先頭ブロックの論理アドレスが記述される。当該エントリページがルートエントリである場合、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットのルートディレクトリエントリが格納されているブロックの論理アドレスが記述される。当該エントリページがサブエントリ又はセッションアンカの場合、空白とされる。また、当該エントリページがディレクトリマーカである場合、当該ディレクトリマーカが指し示しているブロックの論理アドレスが記述される。

データサイズフィールドは、１５〜１８バイト目に配置される。このデータサイズフィールドには、当該エントリページがファイルエントリである場合、当該ファイルエントリが指し示すファイルの実体データのサイズがバイトオーダで記述される。このデータサイズフィールドには、当該エントリページがディレクトリマーカである場合、０，１バイト目には、当該ディレクトリマーカが指し示すブロック内に記録されているエントリのうち、最初のエントリが記述され、２，３バイト目には当該ブロック内に記述されているエントリのうち、最後のエントリが記述される。

生成日付フィールドは、１９〜２２バイト目に配置される。生成日時フィールドには、エントリページがファイルエントリ、ルートエントリ又はサブエントリの場合、ファイルやディレクトリを生成した日付が記述される。この生成日付の記述は、ＭＳ−ＤＯＳフォーマットと同一とする。エントリページがセッションアンカ又はディレクトリマーカの場合には、この生成日付フィードは空白とされる。

親ポインタフィールドは、２３〜２４バイト目に配置される。親ポインタフィールドは、当該エントリページがファイルエントリ又はサブエントリの場合、親ポインタが記述される。親ポインタは、親のディレクトリを指し示しているルートエントリ又はサブエントリの予備ブロック管理番号である。当該エントリページがルートエントリの場合、この親ポインタには、自分自身のエントリの予備ブロック管理番号が記述される。

フラグメントフィールドは、２５〜２８バイト目に配置される。フラグメントフィールドには、当該エントリページがファイルエントリの場合にのみ情報が記述される。本ライトワンスフォーマットでは、ファイルの実体データは、連続した論理アドレスに格納されることが基本となるが、例外的に２つの領域に分断されてしまう場合がある。フラグメントフィールドには、このようなファイルの実体データが２つの領域に分断されてしまっている場合に、その旨を示すフラグが記述される。具体的には、フラグメントフィールドには、ファイルの実体データが分断されている場合４バイトのうち０，１バイト目に０（０ｘ００００）が記述され、分断されていない場合には０，１バイト目にこれ以外の値が記述される。また、ファイルの実体データが分断されている場合、２，３バイト目には、後半部分が記録されている先頭ブロックの論理アドレスが記述される。

各エントリページの種別毎のイメージ図を図１３に示す。図１３（Ａ）はファイルエントリのイメージ図である。図１３（Ｂ）はロングファイル名の時のファイルエントリのイメージ図である。図１３（Ｃ）はルートエントリのイメージである。図１３（Ｄ）はサブエントリのイメージ図である。図１３（Ｅ）はセッションアンカのイメージ図である。図１３（Ｆ）はディレクトリアンカのイメージ図である。

（エントリページの具体的な使用例及び効果）
図１４に、メモリスティック１に記録されたファイルの階層ディレクトリ構成の一例を示し、このような階層ディレクトリ構成のファイルがメモリスティック１に記録された場合のエントリページのイメージを図１５に示す。なお、図１５に示す矢印は、各ファイルエントリ及びサブエントリに記述されている親ポインタの行き先を示している。

以上のように本ライトワンスフォーマットでは、生成したファイル及びディレクトリに対応して、上記ルートエントリ、サブエントリ及びファイルエントリを記録することによって、ファイルを階層ディレクトリ構造で管理することができる。すなわち、ホスト機器では、メモリスティック１がブートされた場合、まず、予備ブロック管理番号が０のページから順番に、全エントリページを読み出していく。全てのエントリページを読み出して、各ファイルエントリ及びサブエントリに記述されている親ポインタの値を検出する。このように親ポインタを検出すると、メモリスティック１に記録されているファイル及びディレクトリの親子関係を管理することができる。

また、ファイルエントリには、ファイル名称及びファイルの格納位置情報が記述されている。そのため、ホスト機器は、このファイルエントリを参照することによって、ファイルの実体データの読み出しを行うことができる。

本ライトワンスフォーマットでは、任意のファイルの消去を行う場合には、そのファイルを指し示すファイルエントリが記録されているページのページステータスを“０”として、そのページを無効にする。例えば、図１６に示すように“ファイル６”を消去する場合、図１７に示すようにそのファイル６を指し示す“ファイルエントリ７”が記録されたページ（予備ブロック管理番号が“８”ページ）のページステータスを“００”とすればよい。このように本ライトワンスフォーマットでは、階層ディレクトリ構造でファイルを管理しながら、ファイルの消去も行うことができるので、従来の複数回書換可能なメモリスティックに対するアクセスと同様に、容易にファイル操作を行うことができる。

なお、サブディレクトリを消去や移動は、そのサブディレクトリの子ファイル及び子サブディレクトリに関する全てのエントリを再生成して、全てを記録しなおせば、可能である。しかしながら、処理が非常に煩雑になるので、親子の関係を途中で変更することは、行わない方が望ましい。

セッションクローズ処理
次に、セッションクローズ処理について説明をする。

ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットには、実体データ以外のファイル管理データとして、ＭＢＲ（Master Boot Record）、ＰＢＲ（Partition Boot Record）、ＦＡＴ（File Allocation Table）、ルートディレクトリエントリ、サブディレクトリエントリがある。

ＭＢＲは、ユーザ領域の先頭に配置される情報で、各パーティションへのブート情報が記述されている。本メモリスティック１の場合、パーティションは１つだけとしている。ＰＢＲは、パーティションの先頭セクタに配置される情報であり、各パーティションに関する諸処の情報が記述されている。ＦＡＴは、ユーザ領域で扱われるクラスタ（ブロック）の連結状態が記録されている。本メモリスティック１では、バックアップのために２つのＦＡＴ（ＦＡＴ１，ＦＡＴ２）を記録している。ルートディレクトリエントリは、ルートディレクトリに配置される各ファイル及びサブディレクトリのエントリが記述される。また、サブディレクトリエントリは、サブディレクトリに配置される各ファイル及びサブディレクトリのエントリが記述される。１つのエントリは、２バイトで構成され、その中に、ファイル名、属性、記録日付、開始クラスタ（ブロック）番号、ファイルサイズ（バイト単位）が記述される。

ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットでは、これらの管理データを、論理アドレスが割り振られたクラスタ（メモリスティックの場合においてはブロック）に記録することが規定されている。セッションクローズ処理は、ライトワンスフォーマットで記録された管理データの内容を参照して、上記のＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データを、論理アドレスが割り振られたブロックに追加記録することにより、従来のメモリスティックに対応した機器との読み出し互換を可能とする処理である。なお、ＭＢＲには、ＰＢＲの論理アドレスが記述されているが、ＰＢＲの論理アドレスが変わらない限り、書き換える必要はない。それに対して、ＰＢＲ、ＦＡＴ、ルートディレクトリ、サブディレクトリエントリは、ファイルやディレクトリ構造の追記に応じて、書き換える必要がある。従って、セッションクローズ処理では、ＭＢＲを除いた、ＰＢＲ、ＦＡＴ、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリの生成、記録を行うこととなる。

図１８に、セッションクローズ処理のフローチャートを示す。

まず、ステップＳ１において、ホスト機器は、最後に記録したエントリページに続く予備ブロック管理番号に、第１のセッションアンカの書き込みを行う。この際に、ホスト機器は、第１のセッションアンカの名称フィールドに、ペア識別用ＩＤを記述する。このペア識別用ＩＤには、本メモリスティック１に対してセッションクローズ処理が行われた回数を示す番号が記述される。例えば、一回目のセッションクローズ処理の場合には“１”と記述され、二回目のセッションクローズ処理の場合には“２”と記述される。

続いて、ステップＳ２において、ホスト機器は、ライトワンスフォーマットの管理データに基づき、現時点におけるファイル管理状態に対応したＰＢＲ及びＦＡＴを生成し、生成したＰＢＲ及びＦＡＴをメモリスティック１に記録する。

ＦＡＴには、ブロック（クラスタ）の接続順序が記述されるが、この接続順序は、ライトワンスフォーマットにおけるファイルエントリ、ルートエントリ、サブエントリ及びディレクトリマーカを解析することにより生成することができる。これは、ライトワンスフォーマットでは、１つのファイルを構成する実体データは、基本的には、連続した論理アドレスのブロック内に記録されること、実体データが２分割される場合にはファイルエントリのフラグメントにより後段部分の論理アドレスが記述されていることが規定されているためである。

ここで、１回目のセッションクローズ処理時には、ホスト機器は、予め論理アドレスが割り振ってあるブロックである有効ブロックに、ＰＢＲ及びＦＡＴを記録する。ＰＢＲ及びＦＡＴが記録されるブロックは、ＭＢＲ内に記述されている（例えば論理アドレスが１，２のブロック）。すなわち、ホスト機器は、１回目のセッションクローズ処理時には、このＭＢＲに示された論理アドレスのブロックに対して、ＰＢＲ及びＦＡＴを記録する。

一方、２回目以降のセッションクローズ処理時には、ホスト機器は、予め論理アドレスが割り振られてないブロックである予備ブロックに、ＰＢＲ及びＦＡＴを記録する。また、この予備ブロックの中でも、０セグメント内の予備ブロックにＰＢＲ及びＦＡＴを記録する。すなわち、ライトワンスフォーマットの管理データ（エントリページ）と反対の領域から、予備領域を消費していくように、ＰＢＲ及びＦＡＴを記録する。また、ホスト機器は、記録したブロックのブロック使用ステータスを“０”とし、論理アドレスも記録する。論理アドレスの値は、前回のセッションクローズ処理時に記録した元のＰＢＲ及びＦＡＴが記録されたブロックの論理アドレスと、同一の値とする。次に、ホスト機器は、前回のセッションクローズ処理時に記録した元のＰＢＲ及びＦＡＴが記録されたブロックのブロックステータスを“０”とする。そして、最後に、ホスト機器は、内部に保持している論理アドレス−物理ブロック番号の変換テーブルを更新する。

続いて、ステップＳ３において、ホスト機器は、ライトワンスフォーマットの管理データに基づき、現時点におけるファイル管理状態に対応したルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを生成して、生成したルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを記録する。

ここで、１回目のセッションクローズ処理時には、ホスト機器は、予め論理アドレスが割り振ってあるブロックである有効ブロックに、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを記録する。ルートディレクトリエントリが記録されるブロックは、ＰＢＲ内に記述されている。従って、ホスト機器は、１回目のセッションクローズ処理時には、このＰＢＲに示された論理アドレスのブロックに対して、ルートディレクトリエントリを記録する。また、ホスト機器は、サブディレクトリエントリを、１セグメント以降の有効ブロックに記録する。

一方、２回目以降のセッションクローズ処理時には、ホスト機器は、予め論理アドレスが割り振られてないブロックである予備ブロックに、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを記録する。ホスト機器は、ルートディレクトリエントリに関しては、この予備ブロックの中でも、０セグメントの予備ブロックに記録する。すなわち、ライトワンスフォーマットの管理データ（エントリページ）と反対の領域から、予備領域を消費していくように、ルートディレクトリエントリを記録する。また、ホスト機器は、サブディレクトリエントリに関しては、予備ブロックの中でも、１セグメント以降の予備ブロックに記録する。ただし、２回目以降のセッションクローズ処理であっても、初めて生成したサブディレクトリに関しては、即ち、前回のセッションクローズ処理以降に新規に生成されたサブディレクトリに関しては、そのサブディレクトリエントリを、論理アドレスが予め割り振られたブロックである有効ブロックに記録する。なお、この場合にも、１セグメント以降の有効ブロックに記録する。そして、ホスト機器は、ルートディレクトリエントリ又はサブディレクトリエントリを予備ブロックに記録した場合には、そのブロックのブロック使用ステータスを“０”とするとともに、論理アドレスを記録する。記録する論理アドレスの値は、前回のセッションクローズ処理時に記録した元のルートディレクトリエントリ又はサブディレクトリエントリが記録されていたブロックの論理アドレスと、同一の値とする。ルートディレクトリエントリ又はサブディレクトリエントリを予備ブロックに記録した場合には、ホスト機器は、前回のセッションクローズ処理時に記録した元のルートディレクトリエントリ又はサブディレクトリエントリが記録されていたブロックのブロックステータスを“０”とする。そして、最後に、ホスト機器は、内部に保持している論理アドレス−物理ブロック番号の変換テーブルを更新する。

続いて、ステップＳ４において、ホスト機器は、サブディレクトリエントリの追加又は更新をした場合には、その追加又は更新をしたサブディレクトリエントリに対するディレクトリマーカを、ステップＳ１で記録したセッションアンカに続けて、予備ブロックに対して書き込みを行う。

なお、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットでは、ルートディレクトリやサブディレクトリを構成する個々のエントリのデータサイズは、４バイト（３２ビット）となっている。また、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットでは、ルートディレクトリ下のファイル及びサブディレクトリの数（即ちエントリ数）が５１２個までと規定されているため、ルートディレクトリエントリの実体データの容量は、最大でも１ブロック分（５１２バイト×３２ページ）となる。すなわち、ルートディレクトリエントリは、必ず１ブロック内に収まることとなる。それに対して、サブディレクトリの支配下のファイル及びサブディレクトリの数は、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマット上では特に規定がない。従って、サブディレクトリエントリの実体データの容量は、１ブロックを越える場合がある。このような場合、サブディレクトリエントリは、複数ブロックに亘り記録されることとなる。

サブディレクトリエントリが複数ブロックに亘り記録された場合、ホスト機器は、ディレクトリマーカも１つのサブディレクトリに対して複数個記録する。具体的には、サブディレクトリ内のエントリ数が５１２個まで（１ブロック分）の場合には、１つのディレクトリマーカで、サブディレクトリエントリの実体データが記述されるブロックの論理アドレスを記述する。サブディレクトリ内のエントリ数が５１２個を越えた分に関しては、ブロック毎にディレクトリマーカを作り、そのブロック内に示されたエントリの範囲を示して識別する。

また、サブディレクトリが更新された場合には、前回以前のセッションクローズ処理時に記録したディレクトリマーカが存在する。この場合には、前回以前のセッションクローズ処理時に記録したディレクトリマーカが含まれるページのページステータスを“０”として、消去する。

続いて、ステップＳ５において、ホスト機器は、ステップＳ４でディレクトリマーカを記録した場合にはそのディレクトリマーカーに続けて、ステップＳ４でディレクトリマーカを記録しなかった場合にはステップＳ１で記録した第１のセッションアンカに続けて、第２のセッションアンカを記録する。この際に、ホスト機器は、第１のセッションアンカに記録したペア識別用ＩＤと同一のペア識別用ＩＤを、第２のセッションアンカに記述する。

ホスト機器は、以上のようにセッションクローズ処理を行うことによって、ライトワンスフォーマットで管理されたいたメモリスティック１をＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットに変換することができる。

セッションクローズ処理の具体例
次に、以下メモリスティック１に記録されたファイルの階層ディレクトリ構成の一例を示すとともに、このような階層ディレクトリ構成のファイルがメモリスティック１に記録された場合のエントリページの記録イメージ並びにデータ記録領域の記録イメージを示して、セッションクローズ処理の具体的な処理例について説明をする。

（１回目のセッションクローズ処理）
本メモリスティック１は、１回目のセッションクローズ処理が工場出荷時に行われ、ユーザに提供される。例えば、１回目のセッションクローズ前（工場出荷前）に、図１９に示すように、ルートディレクトリと“MEMSTICK.ind”ファイルがメモリスティック１に記録される。そして、このようなファイル等を記録した後に、１回目のセッションクローズ処理をしたとする。なお、“MEMSTICK.ind”ファイルは、本デバイスがライトワンス型のメモリスティックであることを示す情報が記述されたファイルであり、ルートディレクトリ下に生成されている。メモリスティック１は、この記録状態で、１回目のセッションクローズ処理が行われる。

１回目のセッションクローズ処理をした後の、ライトワンスフォーマットの管理データの記録イメージを図２０に示す。１回目のセッションクローズ処理をする前には、メモリスティック１には、予備ブロック管理番号０〜１のページ領域に、ルートエントリと、ファイルMEMSTICK.indを指し示すファイルエントリ（MEM）とが記録されている。セッションクローズ処理がされた後に、メモリスティック１には、予備ブロック管理番号２〜３のページ領域に、２つのセッションアンカ（ペア識別用ＩＤが“１”となっている）が記録される。

１回目のセッションクローズ処理をした後の、ＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データ及び実体データの記録イメージを図２１に示す。この図２１に示すように、物理アドレスが“０”〜“１”のブロックにはブートが記録される。また、論理アドレスが“０”のブロック（物理ブロック番号２）にはＭＢＲが記録され、論理アドレスが“１”〜“２”のブロック（物理ブロック番号３〜４）にはＰＢＲ及びＦＡＴが記録され、論理アドレスが“３”のブロック（物理ブロック番号５）にはルートディレクトリエントリが記録され、論理アドレスが“４”のブロックには“MEMSTICK.ind”の実体データが記録されている。

（２回目のセッションクローズ処理）
次に、上述のような１回目のセッションクローズ処理をした後のメモリスティック１に対して、例えば、図２２に示すようなファイルを追記したとする。すなわち、ルートディレクトリ下に、第１のファイル（File1）と、第２のファイル（File2）と、第１のサブディレクトリ（Sub1）とを追記する。さらに、第１のサブディレクトリ（Sub1）の下に第３のファイル（File3）を追記したとする。そして、その後に２回目のセッションクローズ処理をしたとする。

図２３に、２回目のセッションクローズ処理をした後のライトワンスフォーマットの管理データの記録イメージを示す。また、図２４に、２回目のセッションクローズ処理をした後のＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データ及び実体データの記録イメージを示す。

１回目のセッションクローズ処理をした後、２回目のセッションクローズ処理をする前には、メモリスティック１の予備ブロック管理番号４〜７のページ領域に、第１のファイル（File1）を指し示すファイルエントリ（1）と、第２のファイル（File2）を指し示すファイルエントリ（2）と、第１のサブディレクトリ（Sub1）を指し示すサブエントリ（1）と、第２のファイル（File3）を指し示すファイルエントリ（3）とが記録される。また、第１のファイル（File1）、第２のファイル（File2）、第３のファイル（File3）の各実体データは、０セグメントのデータ記録領域にそれぞれ記録される。

以上の状態から２回目のセッションクローズ処理が行われると、予備ブロック管理番号８〜１０のページ領域に、第１のセッションアンカ（ペア識別用ＩＤが“２”となっている）と、第１のサブディレクトリ（Sub1）の実体であるサブディレクトリエントリが格納されているブロックを示すディレクトリマーク（1）と、第２のセッションアンカ（ペア識別用ＩＤが“２”となっている）とが記録される。

さらに、更新されたＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが、０セグメント内の先頭の予備ブロック（物理ブロック番号４９４〜４９６）に記録される。この際、ＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが記録された各ブロックには、更新前の元のＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが記録されていたブロックの論理アドレスと同一の論理アドレスが記録される。具体的には、物理ブロック番号４９４〜４９６のブロックに、論理アドレス１〜３が記録される。また、２回目のセッションクローズ処理を行うことによって、第１のサブディレクトリ（Sub1）のサブディレクトリエントリ（1）が新規に作成され、１セグメントのデータ記録領域（物理ブロック番号５１２，論理アドレス４９２のブロック）に記録される。続いて、１回目のセッションクローズ処理時に記録されたＰＢＲ、ＦＡＴ、ルートディレクトリエントリが消去される。すなわち、物理ブロック番号３，４，５のブロックのブロックステータスが“０”とされる。

（３回目のセッションクローズ処理）
次に、上述のような２回目のセッションクローズ処理をした後のメモリスティック１に対して、例えば、図２５に示すようなファイル等を追記したとする。すなわち、ルートディレクトリ下に第４のファイル（File4）を追記し、第１のサブディレクトリ（Sub1）下に第２のサブディレクトリ（Sub2）を追記し、第２のサブディレクトリ（Sub2）下に第５のファイル（File5）を追記し、第１のサブディレクトリ（Sub1）下に第６のファイル（File6）を追記したとする。そして、その後に、３回目のセッションクローズ処理をしたとする。

図２６に、３回目のセッションクローズ処理をした後のライトワンスフォーマットの管理データの記録イメージを示す。また、図２７に、３回目のセッションクローズ処理をした後のＭＳ−ＤＯＳ互換フォーマットの管理データ及び実体データの記録イメージを示す。

２回目のセッションクローズ処理をした後、３回目のセッションクローズ処理をする前には、メモリスティック１の予備ブロック管理番号１１〜１４のページ領域に、第４のファイル（File4）を指し示すファイルエントリ（4）と、第２のサブディレクトリ（Sub2）を指し示すサブエントリ（2）と、第５のファイル（File5）を指し示すファイルエントリ（5）と、第６のファイル（File6）を指し示すファイルエントリ（6）とが記録される。また、第４のファイル（File1）〜第５のファイル（File5）の各実体データは、０セグメントのデータ記録領域に記録される。第６のファイル（File6）の実体データは、０セグメントのデータ領域と１セグメントのデータ領域とに２分割されて記録されている。この第６のファイルの実体データは、第１のサブディレクトリエントリ（1）が途中に入り、２分断されている領域の論理アドレスが連続していない。このような場合、ファイルエントリ（6）には、フラグメントとが記録される。

以上の状態から３回目のセッションクローズ処理が行われると、予備ブロック管理番号１５〜１７のページ領域に、第１のセッションアンカ（ペア識別用ＩＤが“３”となっている）と、第１のサブディレクトリ（Sub2）の実体であるサブディレクトリエントリが格納されているブロックを示すディレクトリマーク（2）と、第２のセッションアンカ（ペア識別用ＩＤが“３”となっている）とが記録される。

さらに、更新されたＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが、０セグメント内の予備ブロック（物理ブロック番号４９７〜４９９）に記録される。この際、ＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが記録された各ブロックには、更新前の元のＰＢＲ、ＦＡＴ及びルートディレクトリが記録されていたブロックの論理アドレスと同一の論理アドレスが記録される。具体的には、物理ブロック番号４９７〜４９９のブロックに、論理アドレス１〜３が記録される。また、更新された第１のサブディレクトリ（Sub1）のサブディレクトリエントリ（1）が、１セグメント内の先頭の予備ブロック（物理ブロック番号１００６）に記録される。この際、サブディレクトリエントリ（1）が記録されたブロックには、更新前の元のサブディレクトリエントリ（1）が記録されていたブロックの論理アドレスと同一の論理アドレスが記録される。具体的には、物理ブロック番号１００４のブロックに、論理アドレス４９４が記録される。

また、３回目のセッションクローズ処理を行うことによって、第２のサブディレクトリ（Sub1）のサブディレクトリエントリ（1）が新規に作成され、１セグメントのデータ記録領域の空きブロックの先頭（例えば物理ブロック番号６１３，論理アドレス５９３のブロック）に記録される。続いて、２回目のセッションクローズ処理時に記録されたＰＢＲ、ＦＡＴ、ルートディレクトリエントリ、並びに、第１のサブディレクトリのサブディレクトリエントリ（1）が消去される。すなわち、物理ブロック番号４９４，４９５，４９６のブロック並びに物理ブロック番号５１０のブロックの、ブロックステータスが“０”とされる。

本発明の実施の形態のライトワンス型の小型ＩＣメモリ装置及びホスト機器の外観斜視図である。 上記小型ＩＣメモリ装置のメモリセルの構成を示す図である。 表面側から見たときの上記小型ＩＣメモリ装置の斜視図である。 裏面側から見たときの上記小型ＩＣメモリ装置の斜視図である。 上記小型ＩＣメモリ装置のピン配置を説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の内部回路を示すブロック構成図である。 上記小型ＩＣメモリ装置のインタフェース構成を説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の物理フォーマット上で定義されているセグメントとブロックの関係、並びに、物理ブロック番号と論理アドレスとの関係を表した図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の物理フォーマット上で定義されているブート領域及びユーザ領域を説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の物理フォーマット上で定義されているページを説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の論理フォーマット上で定義されている予備ブロック管理番号を説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置の論理フォーマット上で定義されているエントリページを説明するための図である。 上記エントリページの種別毎フィールドイメージを説明するための図である。 上記小型ＩＣメモリ装置内に記録されたファイル等のディレクトリ構成例を示す図である。 図１４で示したディレクトリ構成でファイルを記録した場合におけるエントリページの記録イメージを示す図である。 図１４で示したディレクトリ構成のファイルから任意のファイルを削除したのちのディレクトリ構成を示す図である。 図１６で示したファイルを削除した場合におけるエントリページの記録イメージを示す図である。 セッションクローズ処理の処理順序を示すフローチャートである。 １回目のセッションクローズ処理時に上記小型ＩＣメモリ内に記録されているファイルのディレクトリ構成を示す図である。 １回目のセッションクローズ処理後のエントリページの記録イメージを示す図である。 １回目のセッションクローズ処理後のデータ記録領域の記録イメージを示す図である。 ２回目のセッションクローズ処理時に上記小型ＩＣメモリ内に記録されているファイルのディレクトリ構成を示す図である。 ２回目のセッションクローズ処理後のエントリページの記録イメージを示す図である。 ２回目のセッションクローズ処理後のデータ記録領域の記録イメージを示す図である。 ３回目のセッションクローズ処理時に上記小型ＩＣメモリ内に記録されているファイルのディレクトリ構成を示す図である。 ３回目のセッションクローズ処理後のエントリページの記録イメージを示す図である。 ３回目のセッションクローズ処理後のデータ記録領域の記録イメージを示す図である。

符号の説明

１ メモリスティック、２ ホスト機器

Claims (12)

1. データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒体を備え、
   上記予備領域は、上記管理データが、上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録されていくことを特徴とするメモリ装置。
2. 上記予備領域は、管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分割され、
   上記管理データは、管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録され、
   上記更新データは、管理番号の上位又は下位のうち上記管理データが記録されていな一方から連続に記録されることを特徴とする請求項１記載のメモリ装置。
3. 上記予備領域には、上記管理データとして、当該記録媒体に記録されたファイルを指示するファイルエントリ、階層ディレクトリ構造における最上位ディレクトリを指示するルートエントリ、及び、階層ディレクトリ構造におけるサブディレクトリを指示するサブエントリが、生成された各ファイル、ルートディレクトリ及びサブディレクトリに対応して記録され、
   上記ファイルエントリには、指示しているファイルの名称と、当該ファイルの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報と、当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められ、
   上記サブエントリには、指示しているサブディレクトリの名称と、当該サブディレクトリの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報とが含められていることを特徴とする請求項２記載のメモリ装置。
4. 上記予備領域には、上記更新データとして、ＭＳ−ＤＯＳフォーマットにおけるＰＢＲ、ファイルアロケーションテーブル、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリが記録されることを特徴とする請求項３記載のメモリ装置。
5. データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体に対するファイル管理方法において、
   上記記録媒体上のデータ記録領域を、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域とに分割して管理し、
   上記予備領域に対して、上記管理データを、上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していくことを特徴とするファイル管理方法。
6. 上記予備領域を、管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分割し、上記管理データを、予備領域の管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録し、上記更新データを、予備領域の管理番号の上位又は下位のうち上記管理データが記録されていな一方から連続に記録することを特徴とする請求項５記載のファイル管理方法。
7. 上記予備領域に、上記管理データとして、当該記録媒体に記録されたファイルを指示するファイルエントリ、階層ディレクトリ構造における最上位ディレクトリを指示するルートエントリ、及び、階層ディレクトリ構造におけるサブディレクトリを指示するサブエントリを、生成された各ファイル、ルートディレクトリ及びサブディレクトリに対応して記録し、
   上記ファイルエントリには、指示しているファイルの名称と、当該ファイルの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報と、当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められ、
   上記サブエントリには、指示しているサブディレクトリの名称と、当該サブディレクトリの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報とが含められていることを特徴とする請求項６記載のファイル管理方法。
8. 上記予備領域に、上記更新データとして、ＭＳ−ＤＯＳフォーマットにおけるＰＢＲ、ファイルアロケーションテーブル、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを記録することを特徴とする請求項７記載のファイル管理方法。
9. データをビット単位で１回だけ書き込み可能な記録媒体であって、ファイルの実体データが記録される実体データ記録領域と、記録されているファイルの管理データ及び上記実体データの更新データが記録される予備領域と有する記録媒体を備えるメモリ装置に対して、ファイルの記録又は再生を行う記録再生部を有し、
   上記記録再生部は、上記予備領域に対して、上記管理データを、上記実体データ記録領域のデータ記録方向とは逆方向に記録していくことを特徴とする記録再生装置。
10. 上記予備領域は、管理番号が設定された所定のデータ単位であるページに分割されており、
    上記記録再生部は、上記管理データを、予備領域の管理番号の上位又は下位の一方から連続に記録し、上記更新データを、予備領域の管理番号の上位又は下位のうち上記管理データが記録されていな一方から連続に記録することを特徴とする請求項９記載の記録再生装置。
11. 上記記録再生部は、上記予備領域に対して、上記管理データとして、当該記録媒体に記録されたファイルを指示するファイルエントリ、階層ディレクトリ構造における最上位ディレクトリを指示するルートエントリ、及び、階層ディレクトリ構造におけるサブディレクトリを指示するサブエントリを、生成された各ファイル、ルートディレクトリ及びサブディレクトリに対応して記録し、
    上記ファイルエントリには、指示しているファイルの名称と、当該ファイルの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報と、当該ファイルの実体データの記録位置を特定する情報とが含められ、
    上記サブエントリには、指示しているサブディレクトリの名称と、当該サブディレクトリの親ディレクトリを指示するルートエントリ又はサブエントリを特定する情報とが含められていることを特徴とする請求項１０記載の記録再生装置。
12. 上記記録再生部は、上記予備領域に対して、上記更新データとして、ＭＳ−ＤＯＳフォーマットにおけるＰＢＲ、ファイルアロケーションテーブル、ルートディレクトリエントリ及びサブディレクトリエントリを記録することを特徴とする請求項１１記載の記録再生装置。

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