JP2008152414A - ライトワンス型情報記録装置、コントローラ、アクセス装置、及びライトワンス型情報記録システム - Google Patents

Abstract

【課題】アドレス変換によりライトワンス型情報記録装置に対する擬似的な上書きを実現する場合において、ファイルシステム上の空き容量と実際に記録可能な容量との間に生じる不整合を解消すること。
【解決手段】ライトワンス型情報記録装置への上書き処理が発生する場合に未記録の論理アドレス領域を割り当ててデータを記録する記録位置変換部をアクセス装置内に設ける。また、アクセス装置から指定された新旧の論理アドレスに対し、新論理アドレスに格納されたデータを旧論理アドレスでも読み出せるようにアドレス管理情報を更新する新旧論理アドレス設定部をライトワンス型情報記録装置内に設ける。アクセス装置はデータの記録に先立ち、上書き処理であるか否かを判定し、上書きであれば新たに未記録の論理アドレス領域を割り当ててデータを記録し、ライトワンス型情報記録装置に対し新旧論理アドレスの変換処理を実施させる。
【選択図】図１

Description

本発明は、１回のみ記録が可能なライトワンス型の記録素子を用いたライトワンス型情報記録装置にデータを記録する際において、残り記録可能な容量を正確にアクセス装置が把握することのできるライトワンス型情報記録装置、コントローラ、アクセス装置、及びライトワンス型情報記録システムに関する。

音楽コンテンツや、映像データ等のデジタルデータを記録する記録媒体には、磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク等、様々な種類が存在する。これら記録媒体の１種類であるメモリカードは、記録素子としてフラッシュＲＯＭ等の半導体メモリを主に使用しており、記録媒体の小型化が図れることから、デジタルスチルカメラや携帯電話端末等、小型の携帯機器を中心に急速に普及している。

このようなメモリカードでは、記録素子としてＮＡＮＤ型フラッシュメモリと呼ばれる半導体素子が主に使用されている。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリは、既に記録されたデータを一旦消去した後、再度別のデータを記録することが可能な記録素子であり、従来のハードディスクと同様に、複数回書き換え可能なメモリカードを構成することが可能である。

一方、近年ＮＡＮＤ型フラッシュメモリとは異なる記録素子として、従来のＣＭＯＳプロセスの技術を応用して安価に製造することが可能なＯＴＰ（Ｏｎｅ Ｔｉｍｅ Ｐｒｏｇｒａｍｍａｂｌｅ）メモリが登場し、注目されている。ＯＴＰメモリは同一の物理メモリ領域に対して一回しか記録できないという制限を持つが、製造コストが安価であるため、特にＤＶＤ−Ｒ等のメディア同様、データの長期保存などの用途に使用されるメモリカードの記録素子として普及する可能性がある。すなわち、従来のメモリカードのように複数回の書き換えが必要な用途向けにはＮＡＮＤ型フラッシュメモリを用いて比較的高価なメモリカードとして販売し、１回記録した以後は書き換えが不要であるような用途向けにはＯＴＰメモリを用いて比較的安価なメモリカードとして販売することで、ユーザニーズに応じて使い分けることが可能である。

また従来、メモリカードに格納されたデータはファイルシステムにより管理されており、ユーザは格納されたデータをファイルとして容易に取り扱うことができる。従来使用されているファイルシステムとして、ＦＡＴファイルシステム（詳細は、非特許文献１参照）や、ＵＤＦファイルシステム（Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｄｉｓｋ Ｆｏｒｍａｔ）、ＮＴＦＳファイルシステム（Ｎｅｗ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ｆｉｌｅ Ｓｙｓｔｅｍ）等が存在する。これらファイルシステムによりデータが管理されたメモリカードは、同一のファイルシステムを解釈する機器間でファイルを共有することができるため、機器間でデータを授受することが可能となる。

ここで従来のファイルシステムの一例として、ＦＡＴファイルシステムを説明する。図２にＦＡＴファイルシステムの構成を示す。同図に示すように論理アドレス空間の先頭には、領域割り当て単位やファイルシステムが管理する領域の大きさ等、ファイルシステムの管理情報が格納される領域であるファイルシステム管理情報１００の領域が存在する。このファイルシステム管理情報１００には、マスターブートレコード・パーティションテーブル１０２、パーティションブートセクタ１０３、ＦＡＴ（１０４、１０５）、ルートディレクトリエントリ１０６と呼ばれるファイルシステムの管理情報が含まれ、ユーザデータ１０１の領域を管理するために必要な情報が各々格納されている。マスターブートレコード・パーティションテーブル１０２は、ファイルシステムが管理する論理アドレス空間上の領域を複数のパーティションと呼ばれる領域に分割して管理するための情報が格納される領域である。パーティションブートセクタ１０３は、１つのパーティション内の管理情報が格納される領域である。ＦＡＴ（１０４、１０５）は、ファイルに含まれるデータの格納位置に関する情報が格納される領域であり、通常、同じ情報を持つ２つのＦＡＴ（１０４、１０５）がメモリカード内に存在し、一方のＦＡＴ（１０４、１０５）が破損したとしても他方のＦＡＴ（１０４、１０５）によりファイルにアクセスできるよう二重化されている。ルートディレクトリエントリ１０６は、ルートディレクトリ直下に存在するファイル、ディレクトリの情報（ディレクトリエントリ）が格納される部分である。

またＦＡＴファイルシステムでは、このファイルシステム管理情報１００に引き続く領域にファイル本体のデータなどを格納するユーザデータ１０１の領域が存在する。ユーザデータ１０１は、１６ＫＢや３２ＫＢ程度の大きさを持つクラスタと呼ばれる管理単位毎に分割管理されており、各クラスタにはファイルに含まれるデータが格納されている。多くのデータを格納するファイル等は、複数のクラスタに跨ってデータを格納しており、各クラスタ間の繋がりは、ＦＡＴ（１０４、１０５）に格納されたリンク情報により管理されている。また、ルートディレクトリ直下のディレクトリ内に存在するファイル、サブディレクトリの情報（ディレクトリエントリ）は、このユーザデータ１０１の一部を利用して格納される。

次に図３から図６を用いてＦＡＴファイルシステムにおけるファイルデータの書き込み
例を説明する。図３は、ディレクトリエントリの構成を示した図である。図４はファイルデータ書き込みの処理手順を示した図である。図５、図６はそれぞれ、書き込み処理前、処理後のディレクトリエントリ１０７、ＦＡＴ（１０４、１０５）、ユーザデータ１０１の一例を示した図である。

前述の通り、ＦＡＴファイルシステムでは、ルートディレクトリエントリ１０６やユーザデータ１０１の一部に、ファイル名やファイルサイズ、ファイル属性等の情報を格納したディレクトリエントリ１０７が格納される。ＦＡＴファイルシステムにおけるディレクトエントリ１０７は図３に示すような、３２バイトの情報で構成されており、ファイル名や属性、最終更新日時、開始クラスタ番号、ファイルサイズ等の情報が格納される。

次にファイルデータ書き込み処理手順について図４を用いて説明する。
（Ｓ４０１）対象ファイルのディレクトリエントリ１０７を読み込む。
（Ｓ４０２）読み込んだディレクトリエントリ１０７に格納された開始クラスタ番号を取得し、ファイルデータの先頭位置を確認する。
（Ｓ４０３）ＦＡＴ（１０４、１０５）を読み込み、Ｓ４０２で取得したファイルデータの先頭位置から順にＦＡＴ（１０４、１０５）上でリンクを辿り、書き込み位置のクラスタ番号を取得する。
（Ｓ４０４）データ書き込みに際し、ファイルに新たに空き領域を割り当てる必要があるか判定する。空き領域の割り当てが必要な場合Ｓ４０５の処理に進む。空き領域の割り当てが不要な場合Ｓ４０６の処理に進む。
（Ｓ４０５）ＦＡＴ（１０４、１０５）上で空き領域を検索し、１クラスタの空き領域をファイルの終端に割り当てる。
（Ｓ４０６）現在参照しているクラスタ内に書き込めるだけのデータをユーザデータ１０１に書き込む。
（Ｓ４０７）全データの書き込みが完了したか判定する。まだデータが残っている場合Ｓ４０４の処理に戻る。全データの書き込みが完了した場合Ｓ４０８の処理に進む。
（Ｓ４０８）ディレクトリエントリ１０７内に格納されたファイルサイズや最終更新日時等を更新し、ディレクトリエントリ１０７を上書きする。
（Ｓ４０９）ＦＡＴ（１０４、１０５）を上書きし、処理を完了する。

このファイルデータ書き込み処理により、図５に示された６００００バイトのデータを持つＦＩＬＥ１．ＴＸＴに１００００バイトのデータを更に書き込んだ場合、図６に示されるような７００００バイトのデータを持つファイルに変化する。

このようにＦＡＴファイルシステムでは、ファイルデータを格納する際に、データ本体と共にディレクトリエントリ１０７やＦＡＴ（１０４、１０５）等をカードに格納する必要がある。これらの情報は、更新の度に同一論理アドレスに上書きする必要があることから、１回だけしか記録が行えないＯＴＰメモリに対して上記ＦＡＴファイルシステムを適用することができないという問題が生じる。

従来、このような問題を解決する方法として、ＯＴＰメモリを用いた記録媒体において、論理アドレスと物理アドレスの変換を行う機能を用いて擬似的に上書きを実現する方法が提案されている。この従来の方法では、従来欠陥ブロックの代替方法として使用されている論理アドレスと物理アドレスの変換機能を応用し、欠陥ブロックの代替用の領域として確保されている領域の一部を、データの上書きが発生した時点で新たに割り当て、アドレス変換によりデータ記録位置を交替させることにより、擬似的な上書きを実現する技術が開示されている（例えば、特許文献１参照）。
特開２００６−８５８５９号公報 ＩＳＯ／ＩＥＣ９２９３，"Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ−Ｖｏｌｕｍｅ ａｎｄ ｆｉｌｅ ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ ｏｆ ｄｉｓｋ ｃａｒｔｒｉｄｇｅｓ ｆｏｒ ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ"，１９９４年

しかしながら、上記の従来技術には次のような問題点がある。従来の方法では、ＯＴＰメモリに対する擬似的な上書きを実現するために、新たに物理メモリ領域を割り当てる必要があり、上書き処理が発生する度に物理メモリ領域が消費されていく。ＯＴＰメモリは一回だけしか記録が行えないため、上記のように消費された領域には二度と記録することができず、上書き処理が発生する度に残り記録可能な容量が減少することになる。この容量の減少は、メモリカード内部のアドレス変換処理により発生するため、メモリカードにアクセスするアクセス装置側のファイルシステム制御部はその容量の変化を知ることができず、ファイルシステム制御部が認識している残り記録可能な容量と、実際にメモリカードに記録可能な容量の間に不整合が生じる。その結果、ファイルシステム制御部が記録可能であると判定してデータを記録したにもかかわらず、記録時に空き容量が存在せずエラーが発生するという問題が生じる。

本発明では上記問題点に鑑み、ＯＴＰメモリに対する擬似的な上書きを実現する場合において、アクセス装置が新データを既存データの論理アドレスとは異なる論理アドレスに書き込み、ライトワンス型情報記録装置が旧論理アドレスに新論理アドレスのデータを対応付けることを特徴とするライトワンス型情報記録装置、コントローラ、アクセス装置、及びライトワンス型情報記録システムを提供することを目的とする。

本発明のライトワンス型情報記録装置は、１回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリと、前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、外部のアクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部とを具備することを特徴とする。

また、前記アドレス変換制御部は、前記物理アドレスと前記論理アドレスの対応関係を制御するために用いるアドレス管理情報を前記ライトワンス型メモリの一部の領域に記録して管理し、前記アドレス管理情報は、１つの物理アドレスが対応付けられる論理アドレスを格納する領域を複数備えるようにすると好ましい。

また、前記アドレス変換制御部は、前記アドレス管理情報内に同一の論理アドレスが複数格納されていた場合、対応する物理アドレスの大きい方の論理アドレスを有効な値と判定するようにしても良い。

また、前記新旧論理アドレス設定部は、前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを設定するようにすると好ましい。

尚、前記新旧論理アドレス設定部は、前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを設定するようにしても良い。

更に、前記新旧論理アドレス設定部は、前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスとの組み合わせを複数組一度に前記アクセス装置から受信し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける処理を、前記複数組一度に実施するようにしても良い。

本発明のコントローラは、１回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを制御するコントローラであって、前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、外部のアクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部とを具備することを特徴とする。

本発明のアクセス装置は、１回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを具備したライトワンス型情報記録装置にアクセスするアクセス装置であって、前記ライトワンス型情報記録装置内の記録領域に構築されたファイルシステムを解釈し、データをファイルとして管理する制御を行うファイルシステム制御部と、前記ファイルシステム制御部から前記ライトワンス型情報記録装置に対する書き込み要求を受け、前記書き込み要求が既存データの上書きであるか否かを判定し、上書きであった場合に前記ファイルシステム制御部が指定した書き込み位置である論理アドレスを、異なる論理アドレスに変換して前記ライトワンス型情報記録装置に書き込みを行う記録位置変換部とを具備することを特徴とする。

また、前記記録位置変換部は、前記ファイルシステム制御部が書き込み要求時に書き込み位置として指定した第１の論理アドレスの領域に対し、前記ファイルシステム制御部が管理するファイルシステムの領域管理情報を参照することにより、既存データが存在するか否か判定し、既存データが存在する場合に、前記ファイルシステムの領域管理情報から未記録の領域を取得してその論理アドレスを前記ライトワンス型情報記録装置への書き込みアドレスである第２の論理アドレスとして決定し、前記決定した第２の論理アドレスの領域が記録済み領域として管理されるよう、前記ファイルシステムの領域管理情報を更新し、前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスを指定して、前記ライトワンス型情報記録装置に前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定要求を行うようにすると好ましい。

更に、前記記録位置変換部は、前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスとの組み合わせを複数組一度に指定して、前記新旧論理アドレス設定要求を行うようにしても良い。

本発明のライトワンス型情報記録システムは、１回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを具備したライトワンス型情報記録装置と、前記ライトワンス型情報記録装置にアクセスするアクセス装置からなり、前記ライトワンス型情報記録装置は、１回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリと、前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、前記アクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部とを具備し、前記アクセス装置は、前記ライトワンス型情報記録装置内の記録領域に構築されたファイルシステムを解釈し、データをファイルとして管理する制御を行うファイルシステム制御部と、前記ファイルシステム制御部から前記ライトワンス型情報記録装置に対する書き込み要求を受け、前記書き込み要求が既存データの上書きであるか否かを判定し、上書きであった場合に前記ファイルシステム制御部が指定した書き込み位置である論理アドレスを、異なる論理アドレスに変換して前記ライトワンス型情報記録装置に書き込みを行う記録位置変換部とを具備することを特徴とする。

本発明によれば、ＯＴＰメモリを備えたメモリカードに対する擬似的な上書きを実現する場合において、正確な残り記録可能容量をアクセス装置が把握することができ、メモリカードに空き領域が存在しないにも拘らずファイルデータを記録してしまうなどの問題を回避することが可能となる。

以下、本発明のライトワンス型情報記録装置、コントローラ、アクセス装置、及びライトワンス型情報記録システムについて、図面を参照しつつ説明する。

（実施の形態）
図１は本発明の実施の形態におけるアクセス装置、ライトワンス型情報記録装置の構成図である。図１においてアクセス装置１は、ＣＰＵ１１、ＲＡＭ１２、記録装置インタフェース１３、ＲＯＭ１４を含む。ＲＯＭ１４にはアクセス装置１を制御するプログラムが格納されており、このプログラムはＲＡＭ１２を一時記憶領域として使用し、ＣＰＵ１１上で動作する。記録装置インタフェース１３は、ライトワンス型情報記録装置２とアクセス装置１との接続部であり、制御信号及びデータは記録装置インタフェース１３を経由してアクセス装置１とライトワンス型情報記録装置２間で送受信される。ＲＯＭ１４は更に、アプリケーション制御部１５、ファイルシステム制御部１６、記録位置変換部１７、記録装置アクセス部１８を含む。アプリケーション制御部１５は、データの生成や電源の制御などアクセス装置１全体の制御を行う。ファイルシステム制御部１６は、従来のアクセス装置に搭載されているファイルシステム制御部とほぼ同様のものであり、ＦＡＴファイルシステムなどを用いて、データをファイルとして管理するための制御を行う。記録装置アクセス部１８は、記録位置変換部１７からデータと共にサイズとアドレスを渡され、指定されたサイズのデータをライトワンス型情報記録装置２の記録領域内における指定された位置に記録するなど、ライトワンス型情報記録装置２に対するコマンドやデータの送受信を制御する。また、記録位置変換部１７は従来のアクセス装置には存在しない制御部であり、ファイルシステム制御部から書き込み命令が発行された場合に、指定されたサイズとアドレスを確認し、必要に応じて異なるアドレスに変換した上で記録装置アクセス部１８に書き込み命令を発行する処理を行い、同時にファイルシステムの領域管理情報を更新する処理を行う。また、書き込み処理が完了した時点でライトワンス型情報記録装置２に対して２つの論理アドレスを指定し、アドレス変換命令を発行する処理を行う。

一方、図１においてライトワンス型情報記録装置２は、アクセス装置インタフェース２１、ＣＰＵ２２、ＲＡＭ２３、ＲＯＭ２４、ライトワンス型メモリ２５を含む。アクセス装置インタフェース２１は、ライトワンス型情報記録装置２とアクセス装置１との接続部であり、記録装置インタフェース１３同様、制御信号及びデータを送受信するインタフェースである。ＲＯＭ２４にはライトワンス型情報記録装置２を制御するプログラムが格納されており、このプログラムはＲＡＭ２３を一時記憶領域として使用し、ＣＰＵ２２上で動作する。ライトワンス型メモリ２５は、アクセス装置１から送信されたデータを記録するメモリであり、その中には、ファイルシステム管理情報や、ユーザデータ、論理アドレスと物理アドレスの対応関係を示すアドレス管理情報などが格納される。また、ＲＯＭ２４は更に、アクセス装置１から送信されたコマンドを解釈するコマンド解釈部２６、記録位置変換部１７から指定された２つの論理アドレス間でアドレス変換が行われるようアドレス管理情報を更新する新旧論理アドレス設定部２７、アクセス装置１との通信で使用する論理アドレスとライトワンス型メモリ２５上の物理アドレスとを変換するアドレス変換制御部２８、ライトワンス型メモリ２５の制御を行うライトワンス型メモリアクセス部２９を含む。

本実施の形態のアクセス装置１では、ファイルシステム制御部１６により発行された書き込み命令に関し、記録位置変換部１７が未記録領域への書き込みなのか、既存データへの上書きなのかを判定し、上書きであれば未記録領域の論理アドレスに変換した上で、ライトワンス型情報記録装置２への書き込みを行う。また、論理アドレスを変換した場合には変換先の論理アドレスが使用済み領域となるよう、ファイルシステムの領域管理情報を更新する。更に書き込み処理が完了した時点で新旧の論理アドレスをライトワンス型情報記録装置２に通知する。一方ライトワンス型情報記録装置２は、新旧論理アドレス設定部２７において、アクセス装置１から通知された２つの論理アドレスに対し同一のデータが読み出されるようにアドレス管理情報を更新する。これにより、アクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２にデータを記録する場合において、上書きが発生した場合にアクセス装置１内で新たに未記録領域の論理アドレスを割り当ててファイルシステムの領域管理情報を更新する。このため、擬似的な上書きを実施した後の残り記録可能な容量をアクセス装置１が正確に把握することができ、ライトワンス型情報記録装置２に空き領域が存在しないにも拘らずファイルデータを記録してしまうなどの問題を回避することが可能となる。

次に、図７、８を用いて、本発明の実施の形態におけるアドレス管理情報の一例を説明する。図７は本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリ２５の一例を示す図である。ライトワンス型メモリ２５は、アクセス装置１から読み書き可能なデータ領域と、ライトワンス型情報記録装置２内の管理用領域として使用される冗長領域とから構成される。この図では、２０４８バイトのデータ領域と、６４バイトの冗長領域が１つの記録単位（ページ）として管理されている例を示している。また、８つのページが１つのアドレス変換単位であるブロックを構成している。冗長領域には、データ領域のエラー訂正に使用されるＥＣＣを格納する領域や、そのブロックの物理アドレスがどの論理アドレスに対応しているかを示す情報を格納する領域として、“第１論理アドレス”の領域と“第２論理アドレス”の領域が存在する。本発明の実施の形態では、アドレス管理情報として、このようにライトワンス型メモリ２５の冗長領域に論理アドレスの情報が格納される場合について説明する。図８はライトワンス型メモリ２５の全体構成を示す図である。ライトワンス型メモリ２５は、図７で説明したブロックが複数個連続的に配置された構成となっており、それぞれのブロックには、物理アドレスとしてブロック番号が割り振られて管理されている。

次に図９を用いて、本発明の実施の形態におけるライトワンス型情報記録装置２に対する書き込み処理手順を説明する。図４に示した従来の処理手順におけるＳ４０６、Ｓ４０８、Ｓ４０９のようなライトワンス型情報記録装置に対する書き込み処理に関し、従来はファイルシステム制御部が記録装置アクセス部に対して直接書き込みデータ、書き込み先の論理アドレス、書き込みデータのサイズを引数として書き込み命令を発行し、ライトワンス型情報記録装置への書き込みを行っていた。本発明の実施の形態では、ファイルシステム制御部１６の書き込み命令を記録位置変換部１７が受け、必要に応じて記録位置の変換を行った上で記録装置アクセス部１８へ書き込み命令を発行する。図９では、この記録位置変換部１７の処理を中心に説明する。

（Ｓ９０１）ファイルシステム制御部１６は記録位置変換部１７に対し、書き込みデータ、書き込み先の論理アドレス（Ａｄｄｒ＿Ａ）、書き込みデータのサイズを引数として書き込み命令を発行する。
（Ｓ９０２）記録位置変換部１７はＳ９０１で通知された書き込み先の論理アドレスとサイズから、未記録領域への書き込みか、既存データへの上書きかを判定する。この判定処理では、ユーザデータ１０１への書き込みであればアクセス装置１上のＲＡＭ１２に読み込まれたＦＡＴ（１０４、１０５）を参照して該当位置が既に使用されているか否かにより判定を行い、ファイルシステム管理情報１００への書き込みであれば無条件に上書きであると判定する。
（Ｓ９０３）Ｓ９０２の判定の結果、未記録領域への書き込みであった場合、記録位置変換部１７は記録装置アクセス部１８に対し、書き込みデータ、書き込み先の論理アドレス（Ａｄｄｒ＿Ａ）、書き込みデータのサイズを引数として書き込み命令を発行し、ライトワンス型情報記録装置２に対する書き込み処理を実施して処理を終了する。
（Ｓ９０４）Ｓ９０２の判定の結果、既存データへの上書きであった場合、記録位置変換部１７はアクセス装置１上のＲＡＭ１２に読み込まれたＦＡＴ（１０４、１０５）を参照して未記録領域の論理アドレス（Ａｄｄｒ＿Ｂ）を割り当てる。
（Ｓ９０５）割り当てられた論理アドレスが使用済みとなるように、ＲＡＭ１２上のＦＡＴ（１０４、１０５）においてＡｄｄｒ＿Ｂの領域に対応するＦＡＴエントリ値を使用済みの状態に設定する。
（Ｓ９０６）記録位置変換部１７は記録装置アクセス部１８に対し、書き込みデータ、書き込み先の論理アドレス（Ａｄｄｒ＿Ｂ）、書き込みデータのサイズを引数として書き込み命令を発行し、ライトワンス型情報記録装置２に対する書き込み処理を実施する。
（Ｓ９０７）記録位置変換部１７は記録装置アクセス部１８を介して、Ａｄｄｒ＿Ａ、Ａｄｄｒ＿Ｂを指定して新旧論理アドレス設定コマンドをライトワンス型情報記録装置２に対して発行し、アドレス変換を実施し、処理を終了する。ここで、ライトワンス型情報記録装置２は、Ａｄｄｒ＿Ｂに記録されたデータがＡｄｄｒ＿ＡとＡｄｄｒ＿Ｂの両方で読み出せるようにアドレス管理情報を更新する。

このように本発明の実施の形態では、既存データへの上書きが発生した際にＦＡＴ（１０４、１０５）上で未記録領域の論理アドレスを割り当ててライトワンス型情報記録装置２に対してデータを記録した上でアドレス変換を行う。そのため、ライトワンス型情報記録装置２に対する同一論理アドレスへの上書き処理が発生せず、アクセス装置１が関知することなくライトワンス型情報記録装置２側でライトワンス型メモリ２５上の未記録領域が消費されることがない。これにより、アクセス装置１はＦＡＴ（１０４、１０５）を参照するだけで残り記録可能な空き容量を正しく把握することが可能となる。

次に図１０から図１６を用いて、ＦＡＴ（１０４、１０５）と論理アドレス空間、及びライトワンス型メモリの状態変化の具体例を説明する。ここでは説明を簡略化するために、ＦＡＴ（１０４、１０５）が全ての論理アドレス空間を管理しており、クラスタ番号は０から始まる昇順の値が割り当てられている場合について説明する。また、クラスタとブロックのサイズが同じである場合を想定する。

図１０はライトワンス型メモリ２５に何もデータが記録されていない状態を示しており、ライトワンス型メモリ２５内のデータ領域、第１論理アドレス、第２論理アドレスを格納する領域は全て初期値になっている。ここでは初期値として０ｘＦＦが設定されている場合を想定している。また、第１論理アドレス、第２論理アドレスを格納する領域に０ｘＦＦＦＦＦＦＦＦが設定されている場合、そのブロックがどの論理アドレスにも割り当てられていないことを示している。すなわち、図１０の状態では全ての論理アドレスにブロックが割り当てられていないため、アクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から各論理アドレスに格納されたデータを読み出すと、初期値（０ｘＦＦ）が読み出されることになる。

次に論理アドレス０の領域に１ブロック分のデータ（Ｄａｔａ１）が記録された場合、図１１の状態に変化する。図１１では、Ｄａｔａ１が物理アドレス０のブロックに格納されており、そのブロックが対応する第１論理アドレスは０と設定されている。そのため、アクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス０に格納されたデータを読み出すときには、物理アドレス０に格納されたＤａｔａ１が読み出されることになる。また、ＦＡＴ（１０４、１０５）上においてもクラスタ番号０に対応するＦＡＴエントリ値が０ｘＦＦＦＦと設定され、クラスタ番号０の領域が使用中であることを示している。

次にＤａｔａ１に続くＤａｔａ２が論理アドレス１の領域に記録された場合、図１２の状態に変化する。図１２では、Ｄａｔａ２が物理アドレス１のブロックに格納されており、そのブロックが対応する第１論理アドレスは１と設定されている。そのため、アクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス１に格納されたデータを読み出すときには、物理アドレス１に格納されたＤａｔａ２が読み出されることになる。また、ＦＡＴ（１０４、１０５）上において、クラスタ番号０に対応するＦＡＴエントリ値が１に、クラスタ番号１に対応するＦＡＴエントリ値が０ｘＦＦＦＦに設定され、Ｄａｔａ１の続きにＤａｔａ２が来ることを示している。

ここまでは従来の処理手順と同様の処理である。続いてＤａｔａ１をＤａｔａ３で上書きする場合を想定する。記録位置変換部１７はＡｄｄｒ＿Ａとしてクラスタ番号０をファイルシステム制御部１６から通知される。ＦＡＴ（１０４、１０５）上においてクラスタ番号０の領域は既に使用済みとなっていることから上書きであると判断し、新たにＡｄｄｒ＿Ｂとしてクラスタ番号２の領域を割り当て、クラスタ番号２に対応するＦＡＴエントリ値を０ｘＦＦＦＦと設定する。そしてＤａｔａ３を論理アドレス２の領域に書き込む。図１３は、データ書き込み後の状態を示している。図１３の状態でアクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス０、１、２のデータを読み出すと、Ｄａｔａ１、Ｄａｔａ２、Ｄａｔａ３がそれぞれ読み出されることになる。すなわち、この状態ではＤａｔａ１は未だ上書きされていない。

続いて記録位置変換部１７はＡｄｄｒ＿Ａ（クラスタ番号０）とＡｄｄｒ＿Ｂ（クラスタ番号２）を指定して、新旧論理アドレス設定コマンドを発行する。ライトワンス型情報記録装置２内の新旧論理アドレス設定部２７は、第１論理アドレスがＡｄｄｒ＿Ｂ（クラスタ番号２）である物理アドレスの第２論理アドレスをＡｄｄｒ＿Ａ（クラスタ番号０）に設定する。図１４は、この設定後の状態を示している。物理アドレス２の領域は、第１論理アドレスと第２論理アドレスの両方に有効な論理アドレスの値が設定されており、これは物理アドレス２の領域が２つの論理アドレスに対応付けられていることを意味する。
すなわち、図１４の状態でアクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス０、１、２のデータを読み出すと、Ｄａｔａ３、Ｄａｔａ２、Ｄａｔａ３がそれぞれ読み出され、Ｄａｔａ１が上書きされた状態になる。このとき、論理アドレス０は、第１論理アドレス、第２論理アドレスの両方に１箇所ずつ値が格納されているが、複数個所に同一論理アドレスの情報が存在する場合は、物理アドレスの大きい方の領域に存在する情報を使用する。

以下同様に、論理アドレス０に記録されたＤａｔａ３をＤａｔａ４で上書きする場合、図１５、図１６のように変化する。図１６において論理アドレス０は、第１論理アドレスに１箇所、第２論理アドレスに２箇所と、合計３箇所に存在しているが、複数個所に同一論理アドレスの情報が存在する場合は、物理アドレスの大きい方の領域に存在する情報を使用するため、物理アドレス３に格納された情報を使用する。そのため、図１６の状態でアクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス０、１、２、３のデータを読み出すと、Ｄａｔａ４、Ｄａｔａ２、Ｄａｔａ３、Ｄａｔａ４がそれぞれ読み出され、論理アドレス０に存在していたＤａｔａ３が上書きされた状態になる。

尚、実際には論理アドレス空間の先頭付近にはＦＡＴ（１０４、１０５）で領域管理されないファイルシステム管理情報１００の領域があり、クラスタ番号は２から始まる昇順の値が割り当てられている。ファイルシステム管理情報１００の領域に対する上書きが発生した場合には、ユーザデータ１０１内の任意のクラスタを割り当ててデータを記録し、そのクラスタの論理アドレスとファイルシステム管理情報１００の該当領域の論理アドレスを変換するようライトワンス型情報記録装置２に指定するようにする。

以上のように、本発明の実施の形態におけるアクセス装置１、及びライトワンス型情報記録装置２は、アクセス装置１内の記録位置変換部１７が未記録領域への書き込みなのか、既存データへの上書きなのかを判定し、上書きであればアクセス装置１１は未記録領域の論理アドレスに変換した上で、ライトワンス型情報記録装置２へ書き込む。また、論理アドレスを変換した場合には変換先の論理アドレスが使用済み領域となるよう、ファイルシステムの領域管理情報を更新し、更に書き込み処理が完了した時点で新旧の論理アドレスをライトワンス型情報記録装置２に通知する。一方ライトワンス型情報記録装置２は、新旧論理アドレス設定部２７において、アクセス装置１から通知された２つの論理アドレスに対し同一のデータが読み出されるようにアドレス管理情報を更新する。これにより、アクセス装置１が関知することなくライトワンス型情報記録装置２側でライトワンス型メモリ２５上の未記録領域が消費されることがなくなるため、アクセス装置１はＦＡＴ（１０４、１０５）を参照するだけで残り記録可能な空き容量を正しく把握することが可能となる。その結果、ライトワンス型情報記録装置２に空き領域が存在しないにも拘らずファイルデータを記録してしまうなどの問題を回避することが可能となる。

尚、本発明を上記の実施の形態に基づいて説明してきたが、本発明は上記の実施の形態に限定されないのは勿論である。本発明の趣旨を逸脱しない範囲で変更することができる。本実施の形態では、新旧論理アドレス設定コマンドにより指定された新論理アドレスＡｄｄｒ＿Ｂが第１論理アドレスに格納されているブロックの第２論理アドレスに旧論理アドレスＡｄｄｒ＿Ａを格納する例について説明したが、旧論理アドレスＡｄｄｒ＿Ａが第１論理アドレスに格納されているブロックの第２論理アドレスに新論理アドレスＡｄｄｒ＿Ｂを格納するようにしても良い。この変形例の場合、図１０から図１６までと同じデータ書き込み、新旧論理アドレス設定処理を実施すると、図１０から図１３までは全く同じようにアドレス管理情報が変化する。しかしながら、図１４から図１６の処理は、図１７から図１９のように変化する。図１７では新旧論理アドレス設定処理により、第１論理アドレスに０が設定されている物理アドレス０の領域に、第２論理アドレスとして２が設定される。そのため、アクセス装置１がライトワンス型情報記録装置２から論理アドレス０のデータを読み出すと、第１論理アドレスが０の箇所に対応する第２論理アドレスに２が設定されているため、続いて第１論理アドレスが２である物理アドレス２の領域が参照される。物理アドレス２の第２論理アドレスは０ｘＦＦＦＦＦＦＦＦに設定されているため、最終的に物理アドレス２に格納されているＤａｔａ３が論理アドレス０のデータとして読み出されることになる。このように、この例では、読み出し時に指定された論理アドレスの値を格納している第１論理アドレスの場所を検索し、次に対応する第２論理アドレスの値を参照してその値を格納している第１論理アドレスの場所を検索し、以下同様に第２論理アドレスが０ｘＦＦＦＦＦＦＦＦに設定されている箇所までリンクを辿り最新のデータを見つけ出す。

また、本発明の実施の形態で説明したアドレス管理情報の構成は一例であり、その他の構成を取っても良い。例えば、論理アドレスの情報を格納する領域として１ブロック当たり４バイトの領域を使用してブロック単位でアドレス変換を行う例について記載したが、５１２バイト単位や、ページ単位でアドレス変換を行うような構成としても良い。また、アドレス管理情報としてライトワンス型メモリ２５の冗長領域に分散して格納する例について説明したが、１箇所にまとめてアドレス管理情報を格納するように構成しても良い。

また、新旧論理アドレス設定処理により１単位のアドレス変換のみを行う例について説明したが、複数単位のアドレス変換を一度に行うようにしても良い。ＦＡＴファイルシステムで管理する場合、ファイルデータの更新時には、ファイルデータ、ＦＡＴ（１０４、１０５）、ディレクトリエントリ１０７を組にして更新する必要があるため、これら複数のデータを書き込んだ後、アドレス変換を一度に実施することで、更新中の電源断などによりファイルシステム管理情報の整合性が破壊されることを防ぐことが可能となる。

本発明に関わるアクセス装置１、及びライトワンス型情報記録装置２は、アクセス装置１内の記録位置変換部１７が未記録領域への書き込みなのか、既存データへの上書きなのかを判定し、上書きであれば未記録領域の論理アドレスに変換した上で、ライトワンス型情報記録装置への書き込みを行う。また、論理アドレスを変換した場合には変換先の論理アドレスが使用済み領域となるよう、ファイルシステムの領域管理情報を更新し、更に書き込み処理が完了した時点で新旧の論理アドレスをライトワンス型情報記録装置２に通知する。一方ライトワンス型情報記録装置２は、新旧論理アドレス設定部２７において、アクセス装置１から通知された２つの論理アドレスに対し同一のデータが読み出されるようにアドレス管理情報を更新する。これにより、アクセス装置１はＦＡＴ（１０４、１０５）を参照するだけで残り記録可能な空き容量を正しく把握することができ、ライトワンス型情報記録装置２に空き領域が存在しないにも拘らずファイルデータを記録してしまうなどの問題を回避することが可能となる。

このようなライトワンス型情報記録装置は、音楽や静止画、動画などのデジタルコンテンツを格納する記録媒体として利用することができ、またアクセス装置は、前記ライトワンス型情報記録装置にアクセスするＰＣアプリケーション、オーディオレコーダ、ＤＶＤレコーダ、ＨＤＤレコーダ、ムービー、デジタルスチルカメラ、携帯電話端末等として利用することができる。

本発明の実施の形態におけるアクセス装置、及びライトワンス型情報記録装置を示した説明図 ＦＡＴファイルシステムの構成を示した説明図 ディレクトリエントリの構成を示した説明図 ＦＡＴファイルシステムのファイルデータ書き込み処理を示したフローチャート ＦＡＴファイルシステムのファイルデータ書き込み前の状態を示した説明図 ＦＡＴファイルシステムのファイルデータ書き込み後の状態を示した説明図 本発明の実施の形態におけるアドレス管理情報の一例を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの構成を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型情報記録装置に対する書き込み処理を示したフローチャート 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（１）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（２）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（３）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（４）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（５）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（６）を示した説明図 本発明の実施の形態におけるライトワンス型メモリの状態（７）を示した説明図 本発明の実施の形態の別の一例におけるライトワンス型メモリの状態（１）を示した説明図 本発明の実施の形態の別の一例におけるライトワンス型メモリの状態（２）を示した説明図 本発明の実施の形態の別の一例におけるライトワンス型メモリの状態（３）を示した説明図

符号の説明

１ アクセス装置
２ ライトワンス型情報記録装置
１１，２２ ＣＰＵ
１２，２３ ＲＡＭ
１３ 記録装置インタフェース
１４，２４ ＲＯＭ
１５ アプリケーション制御部
１６ ファイルシステム制御部
１７ 記録位置変換部
１８ 記録装置アクセス部
２１ アクセス装置インタフェース
２５ ライトワンス型メモリ
２６ コマンド解釈部
２７ 新旧論理アドレス設定部
２８ アドレス変換制御部
２９ ライトワンス型メモリアクセス部
１００ ファイルシステム管理情報
１０１ ユーザデータ
１０２ マスターブートレコード・パーティションテーブル
１０３ パーティションブートセクタ
１０４，１０５ ＦＡＴ
１０６ ルートディレクトリエントリ
１０７ ディレクトリエントリ

Claims (16)

1. １回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリと、
   前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、外部のアクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、
   前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部と、を具備することを特徴とするライトワンス型情報記録装置。
2. 前記アドレス変換制御部は、
   前記物理アドレスと前記論理アドレスの対応関係を制御するために用いるアドレス管理情報を前記ライトワンス型メモリの一部の領域に記録して管理し、
   前記アドレス管理情報は、１つの物理アドレスが対応付けられる論理アドレスを格納する領域を複数備えることを特徴とする請求項１記載のライトワンス型情報記録装置。
3. 前記アドレス変換制御部は、
   前記アドレス管理情報内に同一の論理アドレスが複数格納されていた場合、対応する物理アドレスの大きい方の論理アドレスを有効な値と判定することを特徴とする請求項２記載のライトワンス型情報記録装置。
4. 前記新旧論理アドレス設定部は、
   前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、
   前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを設定することを特徴とする請求項２記載のライトワンス型情報記録装置。
5. 前記新旧論理アドレス設定部は、
   前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、
   前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを設定することを特徴とする請求項２記載のライトワンス型情報記録装置。
6. 前記新旧論理アドレス設定部は、
   前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスとの組み合わせを複数組一度に前記アクセス装置から受信し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける処理を、前記複数組一度に実施することを特徴とする請求項１記載のライトワンス型情報記録装置。
7. １回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを制御するコントローラであって、
   前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、外部のアクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、
   前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部と、
   を具備することを特徴とするコントローラ。
8. 前記アドレス変換制御部は、
   前記物理アドレスと前記論理アドレスの対応関係を制御するために用いるアドレス管理情報を前記ライトワンス型メモリの一部の領域に記録して管理し、
   前記アドレス管理情報は、１つの物理アドレスが対応付けられる論理アドレスを格納する領域を複数備えることを特徴とする請求項７記載のコントローラ。
9. 前記アドレス変換制御部は、
   前記アドレス管理情報内に同一の論理アドレスが複数格納されていた場合、対応する物理アドレスの大きい方の論理アドレスを有効な値と判定することを特徴とする請求項８記載のコントローラ。
10. 前記新旧論理アドレス設定部は、
    前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、
    前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを設定することを特徴とする請求項８記載のコントローラ。
11. 前記新旧論理アドレス設定部は、
    前記アドレス管理情報内に存在し、１つの物理アドレスが対応付けられる２つの論理アドレスを格納する第１論理アドレス格納領域と、第２論理アドレス格納領域に対し、前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスを前記第１論理アドレス格納領域から検索し、
    前記検索により特定された前記第１論理アドレス格納領域に対応する前記第２論理アドレス格納領域に、前記アクセス装置が指定した第２の論理アドレスを設定することを特徴とする請求項８記載のコントローラ。
12. 前記新旧論理アドレス設定部は、
    前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスとの組み合わせを複数組一度に前記アクセス装置から受信し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける処理を、前記複数組一度に実施することを特徴とする請求項７記載のコントローラ。
13. １回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを具備したライトワンス型情報記録装置にアクセスするアクセス装置であって、
    前記ライトワンス型情報記録装置内の記録領域に構築されたファイルシステムを解釈し、データをファイルとして管理する制御を行うファイルシステム制御部と、
    前記ファイルシステム制御部から前記ライトワンス型情報記録装置に対する書き込み要求を受け、前記書き込み要求が既存データの上書きであるか否かを判定し、上書きであった場合に前記ファイルシステム制御部が指定した書き込み位置である論理アドレスを、異なる論理アドレスに変換して前記ライトワンス型情報記録装置に書き込みを行う記録位置変換部と、を具備することを特徴とするアクセス装置。
14. 前記記録位置変換部は、
    前記ファイルシステム制御部が書き込み要求時に書き込み位置として指定した第１の論理アドレスの領域に対し、前記ファイルシステム制御部が管理するファイルシステムの領域管理情報を参照することにより、既存データが存在するか否か判定し、
    既存データが存在する場合に、前記ファイルシステムの領域管理情報から未記録の領域を取得してその論理アドレスを前記ライトワンス型情報記録装置への書き込みアドレスである第２の論理アドレスとして決定し、
    前記決定した第２の論理アドレスの領域が記録済み領域として管理されるよう、前記ファイルシステムの領域管理情報を更新し、
    前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスを指定して、前記ライトワンス型情報記録装置に前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定要求を行うことを特徴とする請求項１３記載のアクセス装置。
15. 前記記録位置変換部は、
    前記第１の論理アドレスと、前記第２の論理アドレスとの組み合わせを複数組一度に指定して、前記新旧論理アドレス設定要求を行うことを特徴とする請求項１４記載のアクセス装置。
16. １回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリを具備したライトワンス型情報記録装置と、前記ライトワンス型情報記録装置にアクセスするアクセス装置からなるライトワンス型情報記録システムであって、
    前記ライトワンス型情報記録装置は、
    １回のデータ書き込みが可能なライトワンス型メモリと、
    前記ライトワンス型メモリを固定長の管理単位毎に分割して領域管理し、各管理単位の物理アドレスと、前記アクセス装置がライトワンス型メモリに対するアクセスを実施する際に指定する位置情報である論理アドレスとの対応関係を制御するアドレス変換制御部と、
    前記アクセス装置が指定した第１の論理アドレスと第２の論理アドレスに関し、前記第２の論理アドレスに対応付けられた前記ライトワンス型メモリ内のデータを、更に前記第１の論理アドレスに対応付ける新旧論理アドレス設定部と、を具備し、
    前記アクセス装置は、
    前記ライトワンス型情報記録装置内の記録領域に構築されたファイルシステムを解釈し、データをファイルとして管理する制御を行うファイルシステム制御部と、
    前記ファイルシステム制御部から前記ライトワンス型情報記録装置に対する書き込み要求を受け、前記書き込み要求が既存データの上書きであるか否かを判定し、上書きであった場合に前記ファイルシステム制御部が指定した書き込み位置である論理アドレスを、異なる論理アドレスに変換して前記ライトワンス型情報記録装置に書き込みを行う記録位置変換部と、を具備することを特徴とするライトワンス型情報記録システム。

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