JPH0997207A

JPH0997207A - フラッシュｒｏｍ管理方法及び装置及びコンピュータ制御装置

Info

Publication number: JPH0997207A
Application number: JP25124395A
Authority: JP
Inventors: Takeshi Ogawa; 武志小川
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1995-09-28
Filing date: 1995-09-28
Publication date: 1997-04-08

Abstract

(57)【要約】【課題】フラッシュＲＯＭ内にデータの読み書きでアク
セスされる領域の総容量よりも余分な領域を用意してお
き、記憶効率の低下を防止する。【解決手段】管理処理３５０は、データ領域とこれに対
応する管理領域とでセクタを構成し、複数のセクタをフ
ラッシュＲＯＭに形成し、各セクタにおいてデータ領域
の記憶状態を示す状態情報を管理領域に格納し、該状態
情報に基づいてフラッシュＲＯＭ１５のアクセスを管理
する。待避処理３５１は、フラッシュＲＯＭ１５のイレ
ースブロック中の、有効データを含むセクタを抽出し、
これを該イレースブロック外へ待避する。消去処理３５
２は、待避処理３５１によるセクタの待避後に、当該イ
レースブロックの消去処理を行う。フラッシュＲＯＭ１
５にはアクセスの対象となるセクタ数よりも多い個数の
セクタが形成されており、管理処理３５０はこれらのセ
クタの全てを用いてアクセス管理を行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ等に
おけるフラッシュＲＯＭの管理方法及び装置、及びコン
ピュータ制御装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】フラッシュＲＯＭは現在いろいろなタイ
プのものがあるが大きく分けてフラッシュＤＩＳＫ用に
開発されたタイプとパーソナルコンピュータのＢＩＯＳ
用に開発されたものがある。

【０００３】前者は消去単位がハードディスクで一般的
な５１２バイトであり、ファイルシステムとの整合性が
非常に良い。後者のフラッシュＲＯＭは消去単位が例え
ば６４Ｋなどといった大きなブロック単位でしか行えな
い様になっている。また、ＰＲＯＭの様に書き込み電圧
として１２Ｖ等の電圧が必要なものもある。後者のフラ
ッシュＲＯＭの方が安価に入手できるがファイルシステ
ムとの整合性が悪い為に特に小容量の記録メディアとし
ては使う事が出来なかった。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、ＢＩＯ
Ｓ用に設計されたフラッシュＲＯＭは、その消去単位が
大きく、ファイルシステムとの整合性が悪いが、安価で
入手しやすい。従って、そのようなフラッシュＲＯＭを
ファイルシステムに適用できれば、安価な小容量の記録
メディアを提供することができる。

【０００５】本発明は、消去単位の大きいフラッシュＲ
ＯＭを、該消去単位よりも小さい記憶ブロック単位でア
クセスすることを可能とし、フラッシュＲＯＭをファイ
ルシステムに適合させることを可能とするフラッシュＲ
ＯＭ管理方法及び装置を提供しようとするものである。

【０００６】ところで、フラッシュＲＯＭでは消去単位
でしか内容の消去が行えないので、フラッシュＲＯＭに
おいて記憶ブロックのデータを更新しようとすると、更
新前の記憶ブロックを無効データとし、別なブロックに
更新後のデータを書き込むことになる。この結果、フラ
ッシュＲＯＭ内に、無効なデータが蓄積し、フラッシュ
ＲＯＭの利用効率が低下してしまう。このような事態を
防止するために、無効データの存在する消去ブロック内
の有効データを待避させて、当該消去単位に対して消去
動作を実行し、フラッシュＲＯＭを整理する。

【０００７】さて、フラッシュＲＯＭ内に未使用の記憶
ブロックが存在する間は、未使用の記憶ブロックに更新
データを書き込めるのであるが、未使用の記憶ブロック
が無くなると、１つの記憶ブロックのデータ更新のため
に非常に多くの書込みが発生する。即ち、未使用の記憶
ブロックが存在しない状態で記憶ブロックにデータの更
新が発生すると、当該消去単位内の全記憶ブロックを待
避し、当該消去単位に消去動作を行い、データ更新の発
生した記憶ブロックを除く全記憶ブロックをフラッシュ
ＲＯＭに書き戻し、データ更新の発生した記憶ブロック
の更新後の内容を書き込む、という処理が必要となり、
効率が著しく低下する。

【０００８】本発明は、上記の問題に鑑みてなされたも
のであり、フラッシュＲＯＭ内にデータの読み書きでア
クセスされる領域の総容量よりも余分な領域を用意して
おき、記憶効率の低下を防止するフラッシュＲＯＭ管理
方法及び装置及びコンピュータ制御装置を提供すること
を目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めの本発明のフラッシュＲＯＭ管理装置は以下の構成を
備える。即ち、データ領域、及びデータ領域に対応する
管理領域とで構成される複数の記憶ブロックをフラッシ
ュＲＯＭに形成し、各記憶ブロックにおいてデータ領域
の記憶状態を示す状態情報を管理領域に格納し、該状態
情報に基づいて該記憶ブロックを単位としたアクセスを
管理する管理手段と、前記フラッシュＲＯＭの消去ブロ
ックにおいて、前記データ領域中のデータが有効である
記憶ブロックを前記管理情報の状態情報を参照して抽出
し、抽出された記憶ブロックの内容を該消去ブロック外
へ待避する待避手段と、前記待避手段により前記消去ブ
ロック中の有効データを含む全記憶ブロックを待避した
後に、該消去ブロックの消去処理を行う消去工程と、前
記管理手段でアクセスの対象となる記憶ブロック数より
も多くの記憶ブロックに対応する容量を有する記憶領域
とを備える。

【００１０】また、好ましくは、前記記憶領域は、前記
フラッシュＲＯＭの少なくとも１つの消去ブロック分の
大きさを有する。消去工程による消去動作で、１消去ブ
ロック分の未使用領域を常に確保することが可能となる
からである。

【００１１】

【発明の実施の形態】以下に添付の図面を参照して本発
明の実施の形態を説明する。

【００１２】［実施形態１］＜カメラシステムの構成＞図１は実施形態１におけるカ
メラシステムの構成を表すブロック図である。本カメラ
システムは、電子カメラと、これに着脱可能な外部記憶
媒体１７、ＰＣ通信インターフェース１９、及びＰＣ通
信インターフェース１９を介して電子カメラと通信可能
に接続されたパーソナルコンピュータ２２から構成され
る。

【００１３】１はレンズであり、２はレンズ１を通った
光を電気信号として出力するＣＣＤユニットである。３
はＡ／Ｄコンバータであり、ＣＣＤユニット２からのア
ナログ信号をデジタル信号へ変換する。４はＳＳＧユニ
ットであり、ＣＣＤユニット２とＡ／Ｄコンバータ３に
同期信号を供給する。５はＣＰＵであり、本カメラシス
テムにおける各種の制御を実現する。

【００１４】６は信号処理アクセラレータであり、信号
処理を高速に実現する。７は電池であり、８は、電池７
よりの電力を電子カメラ全体へ供給するためのＤＣ／Ｄ
Ｃコンバータである。９は電源コントローラユニットで
あり、ＤＣ／ＤＣコンバータ８をコントロールする。１
０はパネル操作・表示装置・電源のコントロールを行う
マイクロコンピュータである。１１はユーザへ各種の情
報を表示する表示装置であり、液晶パネル等が用いられ
る。１２はコントロールパネルであり、ユーザが直接操
作するレリーズスイッチを含む。

【００１５】１３はＲＯＭであり、ＯＳ等のシステムプ
ログラムを格納する。１４はＤＲＡＭであり、本電子カ
メラの主記憶である。１５はフラッシュＲＯＭであり、
内蔵記憶媒体として使用する。１６はＰＣＭＣＩＡカー
ドのインタフェース部、１７はＡＴＡハードディスクな
どの外部記憶媒体、１８は拡張バスインタフェースであ
る。１９はＰＣ通信インタフェースであり、パーソナル
コンピュータ等を接続してデータの授受を行う。２０は
ＤＭＡコントローラ、２１はストロボである。また、２
２はパーソナルコンピュータであり、ＰＣ通信インター
フェース１９を介して、電子カメラとの通信を行う。

【００１６】＜撮影動作＞この電子カメラの撮影時の動
作を簡単に説明する。コントロールパネル１２のレリー
ズスイッチをユーザが押すと、ＣＰＵ５がそのことを検
出して撮影シーケンスを開始する。以下の動作は全てＣ
ＰＵ５によるコントロールで行われることを前提とす
る。

【００１７】さて、レリーズスイッチの押下により、Ｓ
ＳＧ４がＣＣＤ２を駆動する。ＣＣＤ２から出力される
アナログ信号は、Ａ／Ｄコンバータ３でデジタル信号へ
変換される。Ａ／Ｄコンバータ３の出力は、ＤＭＡコン
トローラ２０によってＤＲＡＭ１４へＤＭＡ転送され
る。１フレーム分のＤＭＡ転送が終了した時点でＣＰＵ
５は、信号処理シーケンスを開始する。

【００１８】信号処理シーケンスでは、フラッシュＲＯ
Ｍ１５から信号処理プログラムを主記憶（ＤＲＡＭ１
４）上に読み出し、主記憶上のデータを信号処理アクセ
ラレータ６へ転送し信号処理を行う。但し、信号処理ア
クセラレータ６は信号処理の全てを行うわけではなく、
ＣＰＵ５で行う処理の特に時間のかかる処理などを助け
る演算回路であり、ＣＰＵ５の処理ソフトウェアと連携
して動作する。信号処理の一部または全部が終了すると
画像ファイルとしてフラッシュＲＯＭ１５へ記録する。
この時記録するファイルフォーマットが圧縮処理を必用
とするのであれば圧縮も行う。

【００１９】信号処理プログラムは、フラッシュＲＯＭ
１５の中でファイルシステムが管理するファイルの１つ
である。カメラのプログラムはＯＳやファイルシステム
といっしょにＲＯＭ１３に納められている。カメラのプ
ログラムは、特定のファイル名のファイルをプログラム
であると認識する。

【００２０】フラッシュＲＯＭ１５の中でファイルは不
連続に配置されている上に、本実施形態のファイルシス
テムが頻繁に再配置を行うため、、フラッシュＲＯＭ１
５内の制御プログラムををＣＰＵが直接実行することは
できない。従って、主記憶（ＤＲＡＭ１４）に読み出し
て実行させなければならない。更に、主記憶はメモリマ
ネージャが動的に記憶場所をアロケーションするた
め、、特定のアドレスに格納されることを想定したソフ
トウエアであってはならない。そのため、本実施形態で
信号処理を行うプログラムのファイルは図４１のような
形式となっている。

【００２１】図４１は本実施形態におけるフラッシュＲ
ＯＭへの制御プログラムの格納状態を説明する図であ
る。図４１において、識別コードはファイルがプログラ
ムであることを確認するためのコードである。ファイル
は可変長のレコードの集合として表現されている。レコ
ードには、始めに当該レコードに格納されている情報の
種類を識別するＩＤがあり、次にそのレコードの大きさ
を示す値が格納されている。

【００２２】そして、プログラムのレコードとリロケー
ション情報のレコードがファイルに格納されている。プ
ログラムコードは例えば図４２のようなデータである。
図４２は相対アドレスで表現されたプログラムコードの
一例を表す図である。図４２では、００５０番地にジャ
ンプ命令があるが、ＣＰＵはこの命令を絶対番地へのジ
ャンプ命令と認識する。この命令のオペランドは相対ア
ドレスで表現されている。

【００２３】図４２のリロケーション情報レコードのデ
ータは図４３のような形式で納められている。即ち、図
４２のプログラムの中で、絶対番地へ変換しなければな
らないデータ（相対アドレス表現になっているデータ）
のプログラム番地を示すアドレステーブルがリロケーシ
ョン情報として格納される。

【００２４】図４１のファイルを主記憶にロードするた
めの領域を確保すると、ＲＯＭ１３のＯＳのメモリマネ
ージャがアドレスを決定する。メモリマネージャのアロ
ケーションはＣ言語ではalloc関数に相当する機能であ
る。メモリマネージャがプログラム用に８７１０番地を
割り当てた場合図４４のようにプログラムがロードされ
る。図４４は図４１のプログラムを主記憶の８７１０番
地へマッピングした場合のプログラムコードを示す図で
ある。ジャンプ命令のオペランドが実際の絶対番地に置
き換えられている。この実アドレスへの変換をしながら
プログラムを主記憶へ読み出すと言う作業を行うプログ
ラムはＲＯＭ１３に格納されている。

【００２５】以上のように構成することにより、記憶媒
体に信号処理ソフトウエアや圧縮ソフトウエアをファイ
ル形式で格納することができる。その結果、カメラが最
終ユーザの元へ届いてから、新しい信号処理アルゴリズ
ムや、Ｗｉｎｄｏｉｗｓ（商標）のBMP形式やTIFF形
式、あるいは将来新たに登場する形式等、多種多様なフ
ァイル形式への対応が可能となる。

【００２６】以上の様に、本実施形態１における電子カ
メラは、撮影画像をフラッシュＲＯＭ１５へファイルす
るものである。

【００２７】＜デバイスドライバインタフェース＞図２
は、本実施形態の電子カメラにおけるファイルシステム
の階層構造を表す図である。最上位の層がユーザアプリ
ケーション１０１である。ユーザアプリケーション１０
１は電子カメラの内部で動くソフトウェアであり、ファ
イルをファイル名でオープンして読み書きした後クロー
ズする。

【００２８】ユーザアプリケーション１０１から直接フ
ァンクションコールによって呼び出されるのがファイル
システムＡＰＩ層１０２である。このファイルシステム
ＡＰＩ層１０２がドライブ名とファイルシステムを関連
付けて管理している。各ドライブ毎にファイルシステム
アーキテクチャ層をマウントする用に構成しているた
め、複数のファイルシステムアーキテクチャを混在させ
る事が可能となっている。

【００２９】ファイルシステムアーキテクチャ層１０３
が実際のファイル管理を行う部分である。最下位の層が
ブロックデバイス層１０４である。ファイルシステムア
ーキテクチャ層１０３がブロックデバイス層１０４の提
供するサービスを利用してファイル入出力を実現してい
る。このブロックデバイス層１０４では、データをセク
タという単位で管理しており、１セクタは例えば５１２
バイトである。このブロックデバイス層１０４でデバイ
スごとの入出力制御の違いと、ヘッドやシリンダなどパ
ラメータの違いを吸収している。このように構成してい
るため、同時に複数の種類のデバイスを混在させること
ができる。

【００３０】本実施形態の電子カメラでは、特にブロッ
クデバイス層１０４におけるフラッシュＲＯＭの記憶管
理方法に特徴を有する。

【００３１】図１で示したフラッシュＲＯＭ１１には、
現在いろいろなタイプのものがあるが、大きく分けてフ
ラッシュＤＩＳＫ用に開発されたタイプとパーソナルコ
ンピュータのＢＩＯＳ用に開発されたタイプがある。前
者は消去単位がハードディスクで一般的な５１２バイト
であり、ファイルシステムとの整合性が非常に良い。後
者のフラッシュＲＯＭは消去単位が例えば６４ｋなどと
いった大きなブロック単位でしか行えない様になってい
る。また、ＰＲＯＭの様に書き込み電圧として１２Ｖ等
の電圧が必要なものもある。しかしながら、後者のタイ
プのフラッシュＲＯＭは安価で入手が容易である。本実
施形態では、後者の様な特徴を持つフラッシュＲＯＭで
ありながらファイルシステムに対してハードディスク同
様のサービスを提供する。

【００３２】＜フラッシュＲＯＭドライバインタフェー
ス＞一般的にブロックデバイスがファイルシステムへ提
供するサービスは以下の２つである。即ち、（１）ロジカルセクタナンバーで指定したセクタからの
読み出し（２）ロジカルセクタナンバーで指定したセクタからの
書き込みである。そして、これに加えて（３）ロジカルセクタナンバーで指定したセクタの開放の機能があれば、フラッシュＲＯＭのドライバは必要に
応じて不要なセクタを消去することが可能となるため、
効率良くフラッシュＲＯＭを消去することができる。

【００３３】（３）に挙げた機能は、通常のＤＩＳＫで
は必要のない機能だが、キャッシュを持ったシステムだ
と、積極的にキャッシュリストから削除できるので、結
果的にキャッシュのヒット率を上げる効果がある。ファ
イルシステムは、ファイルの消去等で不必要となったセ
クタを（３）の機能を用いてデバイスドライバへ通知す
る。フラッシュＲＯＭの消去は非常に時間がかかる処理
だが、ＣＰＵ時間をほとんど消費しないためバックグラ
ンド処理で行うのが良い。

【００３４】後述の＜ＦＡＴキャッシュ＞においても説
明するが、本実施形態のキャッシュは、新しいデータ
（キャッシュ上に無いデータ）をアクセスする場合にキ
ャッシュリストの中で最も古いデータを廃棄する。不要
セクタをキャッシュリストの最後へ移動させる（即ち、
最も古くアクセスしたデータがキャッシュの後ろへ移動
する）ことで有効なデータがキャッシュから廃棄される
可能性が低くなる。特にコンパイラー等の中間ファイル
を多く生成するシステムでは、消去すべき中間ファイル
がキャッシュに残っている可能性が高く、上記のキャッ
シュ管理はヒット率の向上に非常に有効である。

【００３５】図３は、デバイスドライバの管理ブロック
をＣ言語で記述した宣言文を示す図である。構造体のＮ
ｅｘｔは、次のデバイスへのリングポインタであり、メ
モリ中のデバイスを検索する目的で使用される。Ｄｅｖ
Ｎａｍｅは、デバイスの名前として使用される。Ｉｎｉ
ｔＤｅｖは、デバイスの初期化ルーチンへのポインタで
ある。ＳｈｕｔＤｏｗｎは、デバイスのシャットダウン
ルーチンへのポインタである。ＲｅａｄＳｅｃｔｏｒ
は、ロジカルセクタを指定して媒体の内容をバッファへ
転送するルーチンへのポインタである。ＷｒｉｔｅＳｅ
ｃｔｏｒは、ロジカルセクタを指定してバッファの内容
を媒体へ転送する（書き込む）プログラムへのポインタ
である。ＲｅｌｅａｓｅＳｅｃｔｏｒはロジカルセクタ
を指定して、セクタを解放するルーチンへのポインタで
ある。

【００３６】ファイルシステムは、この構造体を仲介し
てデバイスドライバを利用することになる。固定ディス
クやフロッピーディスクの場合、ＲｅｌｅａｓｅＳｅｃ
ｔｏｒには何も仕事をしないプログラムへのポインタが
代入されている。または、ディスクキャッシュのキャッ
シュリストから指定セクタを削除するポインタでもよ
い。

【００３７】＜フラッシュＲＯＭ管理方法＞フラッシュ
ＲＯＭに対するデータ書き込みは、上位層のファイルシ
ステムからセクタ単位で行われる。図４は、フラッシュ
ＲＯＭ上のセクタ構造の例を示す図である。図４におい
て、１５１はイレースブロックである。このイレースブ
ロック１５１は消去の単位であり、フラッシュＲＯＭの
技術用語ではセクタと呼ばれるものである。しかしなが
ら、ファイルシステムが扱う単位である“論理セクタ”
と区別する為に、ここではイレースブロックと呼ぶこと
にする。

【００３８】図４によれば、システム中に複数のフラッ
シュＲＯＭ１５が搭載されていて、各フラッシュＲＯＭ
１５は複数のイレースブロック１５１によって構成され
る。更に、各イレースブロック１５１は消去回数カウン
タ１５２と複数のセクタ１５３によって構成されている
様子をあらわしている。消去回数カウンタ１５２は、イ
レースブロック１５１を消去した回数をカウントする為
に用いる部分である。各セクタ１５３は、管理領域とデ
ータ領域とを有する。管理領域は、論理セクタ番号を表
すセクタ番号１５４と、セクタが有効利用されているか
どうかを表わす使用中フラグ１５５と、セクタとしての
利用が終了したことを表わす使用済みフラグ１５６とで
構成される。また、データ領域は、５１２バイトのデー
タ部１５７によって構成されている。

【００３９】データ領域と管理領域は、隣り合って配置
する必要は無く、図５の様にまとめて管理することも考
えられる。図５は、管理領域用データと、データ領域と
を分離して格納する構成を表す図である。セクタ番号テ
ーブルには、複数のセクタ１５３の各セクタ番号１５４
が格納される。また、フラグテーブルには、使用中フラ
グ１５５、使用済みフラグ１５６が格納される。更に、
データテーブルには、データ部１５７の内容が格納され
る。以上のようなデータ構成をとることも可能である
が、少なくとも管理領域と、これに対応するデータ領域
とは同じイレースブロック内に納めるのが好ましい。

【００４０】なお、システムは「使用中フラグ１５５」
より「使用済みフラグ１５６」の方を優先的に評価す
る。図６は、各フラグの状態に対応した意味を示す図で
ある。図中、ＦＡＬＳＥは、消去後の状態と同じ値をと
る。使用中フラグ１５５がＴＲＵＥであっても、使用済
みフラグ１５６がＦＡＬＳＥであれば、当該セクタのデ
ータは無効である。

【００４１】＜フラッシュＲＯＭの論理セクタ書き換え
＞フラッシュＲＯＭはＰＲＯＭ同様、データを書き換え
る為に、一度消去してから再書き込みをしなければなら
ない。しかも、消去の最少単位が大きく（例えば６４ｋ
バイト）消去時間が長い（例えば１秒）。そこで上位層
のファイルシステムが、特定のセクタを書き換えようと
した場合、消去済みの領域へ論理セクタを移動させるこ
とで、消去動作をせずに、見かけ上で論理セクタのデー
タ書き換えを実現する。

【００４２】図７はセクタの書き換え手順を説明する図
である。同図を用いて、８番セクタ（論理セクタ番号が
８のセクタ）の書き換えを例にして詳しく説明する。図
７中、左側が書き換え前の状態であり（（ａ）の状
態）、右側が書き換え後の状態（（ｂ）の状態）であ
る。また、図７において、管理領域中の数字は論理セク
タ番号を表し、（使用中）は使用中フラグ１５５がＴＲ
ＵＥで使用済みフラグ１５６がＦＡＬＳＥの状態、（使
用済）は使用中フラグ１５５と使用済みフラグ１５６が
共にＴＲＵＥの状態を示す。

【００４３】“セクタ番号８（使用中）”の場所に、８
番セクタのデータが格納されている。今、８番セクタが
ＦＡＴやファイルの一部として利用されていて、その内
容を変更したい場合に上位層から８番セクタの書き換え
要求が発生したとする。書き換え要求が発生すると、フ
ラッシュＲＯＭのデバイスドライバは、フラッシュＲＯ
Ｍの未使用セクタを検索し、その場所を新たな８番セク
タの場所としてセクタ番号と更新後のデータを格納し、
使用中フラグをＴＲＵＥにする。次に、以前８番セクタ
だったセクタの使用済みフラグをＴＲＵＥにする。この
ような手順で８番セクタのデータの書き換えが実現され
る。

【００４４】＜ガベージコレクション＞以上の様な方法
で論理セクタの書き換えを実行していくと、いずれフラ
ッシュＲＯＭのほとんどの領域を“使用済セクタ”にし
てしまうことになる。そこであるタイミングでフラッシ
ュＲＯＭを一旦消去して“使用済セクタ”を“未使用セ
クタ”へ戻す必要がある。基本的なガベージコレクショ
ンの動作を図８を用いて説明する。図８は、本実施形態
におけるフラッシュＲＯＭのガベージコレクション動作
を説明する図である。

【００４５】図中（Ａ）は、ガベージコレクション前の
状態である。説明を簡単にするために、本例のフラッシ
ュＲＯＭはセクタ６個分の大きさのイレースブロックで
構成されているものとする。イレースブロック（１）に
は使用済セクタが３個と使用中セクタが３個あり、消去
回数は５回である（消去回数カウンタ１５２の内容が５
である）。イレースブロック（２）には使用中セクタが
１個、使用済セクタが１個、未使用セクタが４個あり、
消去回数は９回である。この状態からガベージコレクシ
ョンを開始する。

【００４６】先ず、調整対象イレースブロックを選定す
る。ここで調整対象イレースブロックは消去を行う対象
としてイレースブロックとなる。整理対象イレースブロ
ックの選定は、使用済セクタをたくさん含むイレースブ
ロックから優先的に選択すると整理効率が良い。しかし
使用済セクタを含まない場合を別として消去回数の少な
いイレースブロックを優先的に整理対象とする方法を取
ればチップ内のイレースブロックを平均的に使用するこ
とができ、書き換え耐久を分散させることができる。選
択手順の詳細についてはフローチャートを用いて後述す
る。

【００４７】今、イレースブロック（１）が整理対象と
して選定されたとする。次に、整理対照であるイレース
ブロック（１）の使用中セクタ（使用中フラグがＴＲＵ
Ｅで、使用済みフラグがＦＡＬＳＥのセクタ）を他のイ
レースブロックに移動させる。使用中セクタの移動手順
は、セクタの書き換え時と同様に、他のイレースブロッ
ク中の未使用セクタを検索して、使用中セクタ内のデー
タ領域と管理領域の内容をコピーし、移動元の使用中セ
クタの使用済みフラグをＴＲＵＥにする。なお、未使用
セクタが無い場合の処理は、後で述べる。

【００４８】図８の（Ｂ）は、イレースブロック（１）
の使用中セクタをすべてイレースブロック（２）へ移動
させた状態である。この結果、イレースブロック（１）
には、使用済セクタしか存在しないことになる。

【００４９】次に、使用済セクタだけで構成されている
イレースブロックを検索する。ここで、検索を行うの
は、通常の書き換え動作の際に偶然イレースブロック内
のセクタが全て使用済セクタとなっている場合があるか
らである。続いて検索されたイレースブロックに対して
消去を行う。消去には時間がかかるが、複数のイレース
ブロックを同時に消去できるため、できるだけ一度に複
数のイレースブロックを消去するのが良い。消去が終了
すると消去回数カウンタへ消去前の値＋１したものを書
く。これでガベージコレクション完了である。

【００５０】図８の（Ｃ）がガベージコレクション終了
時の状態である。イレースブロックをできるだけ同時に
消去した方が効率が良いため、使用済セクタと未使用セ
クタがある限りたくさんのイレースブロックを同時に調
整すると良い。極端に消去回数カウンタの値が他のイレ
ースブロックより少ないものがあれば、使用済セクタを
含んでいなくても整理さえすれば、書き換え耐久の分散
を図れる。また、一度整理するとデータの配列が変わる
為、書き換え耐久分散のきっかけとなる。

【００５１】＜未使用セクタがない場合＞次にシステム
中に使用済セクタが有るにもかかわらず未使用セクタが
全く無くなってしまった場合のガベージコレクション手
順を図９を使って説明する。図９は、未使用セクタが存
在しない場合のガベージコレクションの動作を説明する
図である。

【００５２】先ず、上述した基本的なガベージコレクシ
ョン手順に従い、イレースブロック（１）を整理対象と
して選択する。次にイレースブロック（１）の使用中セ
クタを移動する為の未使用セクタを検索する。未使用セ
クタがある場合は、上述の基本的ガベージコレクション
と同様にセクタの移動を行う。

【００５３】一方、検索の結果、未使用セクタが無けれ
ば、ＤＲＡＭ１４のヒープエリアからデータの退避に必
要な大きさのメモリブロックをアロケーションする。そ
して調整対象イレースブロック内の使用中セクタをＤＲ
ＡＭ１４へコピーする。この場合は、フラッシュＲＯＭ
の別の領域へセクタを移動する場合と違い、元のセクタ
の使用済フラグをＴＲＵＥにしない。なぜならこの時点
で電子カメラの電池７が外れるなどの事故が起こった場
合に、ＤＲＡＭ内のデータが消滅してしまい、データの
修復ができなくなるからである。図９の（Ｂ）は、ＤＲ
ＡＭ１４の領域へコピーされたセクタを表現している。
調整対象のイレースブロックの使用中セクタをすべて退
避出来たら、その調整対象のイレースブロックを選択し
て消去する（図９の（Ｃ）参照）。消去が終わった後は
未使用セクタがたくさん出来ているはずである。よっ
て、次に未使用領域を検索してＤＲＡＭ１４へ待避して
あったデータを復元する。図９の（Ｄ）は、ガベージコ
レクションが完了した状態を示している。

【００５４】上記の手順でガベージコレクションをした
場合でも、イレースブロックを消去してからデータを復
元するまでの間に電子カメラの電池７が外れるなどの事
故が起こったらデータの修復をすることはできない。つ
まり、セクタのデータをＤＲＡＭ１４に退避する方法は
できる限り取らない方が、よりシステムの安全性を保つ
ことができる。一回、ＤＲＡＭを使ってガベージコレク
ションを行えば未使用セクタができる。したがって、１
度ＤＲＡＭ１４を使ったガベージコレクションを行い、
その後に通常のガベージコレクションを行えば、消去時
間は余分にかかるが安全性を高めることができる。逆に
ＤＲＡＭ１４への退避を積極的に行う（例えばヒープ領
域がある限り退避する）と、同時に整理できるイレース
ブロックが増える為効率を上げることができる。従っ
て、安全性と効率のどちらを優先するかを指定できるよ
うに構成してもよい。またシステムの電源が電池７より
供給されている場合は安全性優先、ＡＣアダプタから供
給されている場合は効率優先に自動的に切り替わるよう
に構成してもよい。本処理については図３６を参照して
後述する。

【００５５】＜イレースブロックを余分に１つ用意＞残
り容量が極端に少なくなるとガベージコレクションが多
発してシステムのパフォーマンスが極端に落ちる。総論
理セクタ分を格納できるイレースブロック数よりも１つ
だけ余分にイレースブロックを使用すれば、そのような
事態を避けることが可能である。仮に、１イレースブロ
ックあたり１２７セクタ格納できるとして、全てのセク
タが使用中となった場合、同じ１セクタを１０回書換え
る場合を例にすると、余分イレースブロックがなけれ
ば、１０回の消去と１２７０セクタの書き込みが発生す
る。しかし、イレースブロックを余分に１つ用意してお
けば、１０セクタの書き込みしか発生しない。

【００５６】よって、本実施形態では、イレースブロッ
クの数はチップの構成で決まるので、最低１つのイレー
スブロックが余る様な総論理セクタ数を設計する。

【００５７】＜ガベージコレクションのタイミング＞ガ
ベージコレクションは消去動作を伴うために非常に時間
がかかる。そのためガベージコレクションをいつ行うか
によってカメラの使い勝ってを左右することとなる。例
えば、セルフタイマなどの数秒間撮影しなくても良い時
にガベージコレクションを行えばユーザがストレスを感
じることがない。

【００５８】＜ＲＡＭ上の記憶場所管理＞フラッシュＲ
ＯＭ１５上ではセクタ番号と実際の記憶場所が関連して
いないために特定のセクタを読み書きする為にフラッシ
ュＲＯＭ１５を検索しなければならない。そこでシステ
ムがリブートする際に、フラッシュＲＯＭ１５における
各セクタの格納アドレスを示す記憶場所管理テーブルを
ＤＲＡＭ１１４上に作成しておくと、フラッシュＲＯＭ
１５に対して高速なデータの読み書きを実現できる。一
度、記憶場所管理テーブルを作成すれば、フラッシュＲ
ＯＭ１５に対するセクタの書き込みやガベージコレクシ
ョンによって記憶場所に変更が生じた場合に限って記憶
場所管理テーブルの記憶位置を更新するだけで常に正し
い記憶場所管理テーブルを維持することが可能である。

【００５９】図１０は、ＤＲＡＭ上に作成された記憶場
所管理テーブルを説明する図である。図中、右側にＲＡ
Ｍ上の作成した記憶場所管理テーブル１４０を示した。
０セクタと４セクタは記憶場所不在を意味する値（NUL
L）が入っている。これらは、フォーマット後そのセク
タに対する書き込みが全く無かったか、もしくは、ファ
イルシステムが開放したセクタである。

【００６０】ファイルシステムがファイルの消去などで
不要となったセクタを解放する命令をドライバに出した
場合のデバイスドライバの動作は次のようになる。ま
ず、ＤＲＡＭ１４上の記憶場所管理テーブル１４０の指
定されたセクタのポインタを参照してフラッシュＲＯＭ
１５上の現在使用中の該当するセクタを探し出す。そし
て、当該セクタの使用済フラグをＴＲＵＥにし、ＤＲＡ
Ｍ１４上の記憶場所管理テーブル１４０の指定セクタの
ポインタへ不在値（NULL）を代入する。

【００６１】なお、ガベージコレクションの為にセクタ
の内容をＤＲＡＭ１４へ待避している場合は、記憶場所
としてＤＲＡＭへのポインタが代入されている。また、
同一論理セクタに対する同時操作を禁止する為のロック
変数もテーブルに納めることが望ましい。

【００６２】＜ＭＳ−ＤＯＳのファイル復元＞本電子カ
メラとパーソナルコンピュータ２２で、記憶媒体上のデ
ータ交換が出来ると都合が良い。本実施形態で説明した
フラッシュＲＯＭ管理方式を使用して、現在パーソナル
コンピュータで普及しているＭＳ−ＤＯＳ（商標）と互
換性があるファイルシステムを実装することができる。
ＭＳ−ＤＯＳには一度消去したファイルを復元するユー
ティリティが付属している。ところが、本実施形態では
フラッシュＲＯＭの消去効率を向上させる為に、消去し
たセクタのデータ部を失ってしまう様な構成となってい
る。カメラで消去した媒体をパーソナルコンピュータで
復元する事が原理的にできない構成になっているのであ
る。

【００６３】パーソナルコンピュータでのファイル復元
機能を禁止できれば、このような事故を防ぐことができ
る。本実施形態では、ＭＳ−ＤＯＳがファイル復元の時
に使用するデータを破壊することでファイル復元機能を
禁止する。これをいかに説明する。

【００６４】ＭＳ−ＤＯＳ（商標）で、ファイルを消去
するとディレクトリに空きスロットができる。ディレク
トリにはファイル名／タイムスタンプ／最初のクラスタ
などの情報が格納されている。図４５はディレクトリス
ロットの特徴を表す図である。ディレクトリスロットの
最後には、リストの最後であることを示すEndOfDirが格
納されている。

【００６５】今、File Bを削除すると、ファイル名の先
頭が削除を表すシンボルに置き換えられ、ＦＡＴのクラ
スタチェーンが消去される。この様子を図４６に示す。

【００６６】アンデリートプログラムは、２番目のスロ
ットに残った情報を元に、ファイルの復元を試みる。逆
にこの情報がなければ、ファイルの復元を防止できる。

【００６７】図４７は本実施形態のＤＯＳ互換ファイル
システムでファイルを消去した後の状態を表している。
本実施形態では、ディレクトリエントリテーブルの最後
に格納されているファイルを消去したいファイルのエン
トリに上書きし、ディレクトリエントリテーブルの最後
のファイルだった部分にEndOfDirを上書きするように構
成する。こうすることにより、ファイル復元機能による
ファイルの復元を防止できる。

【００６８】なお、ファイルの消去時にはＭＳ−ＤＯＳ
と同様にセクタのデータをそのまま残しておき（セクタ
の開放を行わない）、ガベージコレクション時にまとめ
てＦＡＴとデータの関係を参照してしながら不要部分を
消去する方法もある。

【００６９】＜バックグランドで前処理＞あるフラッシ
ュＲＯＭでは、消去前のデータが“０”になっている方
が高速に消去処理できる。フラッシュＲＯＭの消去完了
の確認は、データ書き込み時と同様にデータポーリング
によって行われる。従って、このようなフラッシュＲＯ
Ｍを使う場合は、バックグランド処理で“使用済”とな
ったセクタのデータを０に書き換える「前処理」を行う
ことで性能を向上させることができる。最も低いプライ
オリティのタスクとして実行するようにしておけば、ス
ループットの低下にはつながらない。

【００７０】この前処理バックグラウンドでの“前処理
済セクタ”管理の為にフラグを用意しておけば前処理の
効率を上げることができる。

【００７１】そのために、セクタのとりうる状態とし
て、「未使用」「使用中」「使用済」に加えて「前処理
済」の４つの状態を表示できる管理フラグをフラッシュ
ＲＯＭのセクタ内部へ用意すると効率が良い。

【００７２】図３８は、本実施形態における消去処理速
度向上のための前処理の制御手順を表すフローチャート
である。同図において、ステップＳ２５０１にて、使用
済でかつ前処理の済んでいないセクタを抽出する。これ
は、セクタ内の管理フラグが「使用済」となっていて、
かつ「前処理済」となっていないセクタを抽出すること
で実現できる。ステップＳ２５０２において、抽出され
たセクタに対してデータ「０」を上書きを開始する。ス
テップＳ２５０３では当該セクタについて前処理を終了
したか否かを判断する。フラッシュＲＯＭへの書込みは
１バイト単位であるので、１セクタ分のバイト数の書込
みが必要となる。当該セクタに対する前処理が終了して
いなければステップＳ２５０４へ進み、他のタスクへ制
御を移す。

【００７３】上述したように本処理は最もプライオリテ
ィの低いタスクで行われるので、ＣＰＵ５がアイドル状
態となったときに再び本処理が実行される。この場合処
理はステップＳ２５０３へ戻る。この時点で、前回の書
込みが終了していなければそのまま他のタスクへ処理を
移行する。

【００７４】以上のようにして当該セクタの全バイトに
対して「０」の書込みを終えると、ステップＳ２５０３
からステップＳ２５０５へ進み、当該セクタの管理フラ
グを、「前処理済」を示す状態にセットする。そして、
引き続き、他のセクタについて前処理を行うために、ス
テップＳ２５０１へ戻る。

【００７５】＜ＦＡＴキャッシュ＞本システムでは、書
き込み発生の度に記憶場所を変更し、その度に「未使用
セクタ」が発生する。そこで、使用頻度の多い部分を特
に優先的にバッファリングするキャッシュが有ればトー
タルの書き込み頻度が激減する事が予想される。キャッ
シュとして用意するメモリは多ければ多いほど良いが、
システムのメモリには限界がある。

【００７６】本来使用頻度の高いセクタのデータは、キ
ャッシュ中に存在する確率も高いが、使用頻度の低いセ
クタを大量に読み書きした場合、当然キャッシュから吐
き出されることになる。

【００７７】そこで、ファイルシステムが管理する管理
領域を優先的にキャッシングする様に構成すれば、スル
ープットの向上を期待できる。なぜならファイルシステ
ムの管理領域は頻繁に更新されているからである。

【００７８】パーソナルコンピュータで普及しているＭ
Ｓ−ＤＯＳのＦＡＴシステムの場合、７２０ｋや１．４
Ｍといったフォーマット形式では１クラスタが１セクタ
で構成されている為、シーケンシャルにファイルを読む
場合でも２回に１回はＦＡＴを読まなければならない。
ファイルを書く場合は、さらにたくさんのＦＡＴアクセ
スが発生する。このため、システム中にたくさんのファ
イルがオープンされるとキャッシュのヒット率が落ちて
しまう。

【００７９】アプリケーションソフトウェアにもよる
が、ＦＡＴシステムにおいてＦＡＴのみを対処にしたキ
ャッシュは、ＤＩＳＫ全体を対象にしたキャッシュに対
して１／２のメモリで同等のヒット率を確保できる。図
１１はキャッシュソフトウエアの階層的な位置付けを表
す図である。キャッシュのソフトウェアは図１１の様に
ファイルシステムとフラッシュＲＯＭの中間的な場所と
なる。

【００８０】図１２はキャッシュの主記憶上のデータ構
造を表わす図である。片方向線形リスト構造でバッファ
全体を管理している。検索方向順にデータが古くなって
いる。論理セクタ番号が１２，１１，６，５の順番でア
クセスすれば、図１２に示されるような順番となる。ま
た、各セクタには、変更フラグが設けられており、キャ
ッシュ上でデータの更新があった場合、変更フラグがＦ
ＡＬＳＥからＴＲＵＥに変化する。このようなＦＡＴキ
ャッシュの読み出し手順、及び書き込み手順を図１３、
１４を参照して説明する。図１３はＦＡＴキャッシュの
読み出し手順を表すフローチャートである。図１４はＦ
ＡＴキャッシュの書込み手順を表すフローチャートであ
る。

【００８１】図１３において、ステップＳ１５０１でＮ
セクタの読み出しを開始する。ステップＳ１５０２でＮ
セクタがＦＡＴかどうかを判断する。ＦＡＴでなけれ
ば、ステップＳ１５０９でフラッシュＲＯＭ１５からデ
ータを読み出す。

【００８２】一方、ステップＳ１５０２でＮセクタがＦ
ＡＴならステップＳ１５０３へ進み、キャッシュリスト
を検索する。ここでは、図１２で説明した片方向線形リ
ストを検索することになる。キャッシュ中にＮセクタが
存在すればステップＳ１５０７へ進み、Ｎセクタのバッ
ファからデータを読み出す。

【００８３】また、ステップＳ１５０３でＮセクタがキ
ャッシュリスト中に存在しなかった場合は、ステップＳ
１５０４へ分岐し、最も長くアクセスされていないセク
タのデータ（図１２ではセクタ番号１２のデータ）の吐
き出しを行う。まず、ステップＳ１５０４では、キャッ
シュリストの最後の項の変更フラグを判断する。もし変
更フラグがＴＲＵＥなら、ステップＳ１５０５へ進み、
変更内容をフラッシュＲＯＭ１５へ書き込む。変更が無
い（変更フラグがＦＡＬＳＥの場合）なら、そのままス
テップＳ１５０６へ制御を移す。読み出し手順の中で書
き込みを行うのは奇妙に思うかもしれないが、バッファ
がキャッシュの吐き出しが起こるまで極力書き込み動作
を行わない方が効率が良い。

【００８４】ステップＳ１５０６でフラッシュＲＯＭ１
５からリスト最後のバッファへＮセクタの内容を読み出
す。ステップＳ１５０７でＮセクタのバッファからデー
タを読み出す。ステップＳ１５０８でＮセクタのバッフ
ァをキャッシュリストの先頭へ移動させる。これは、図
１２において、各セクタが有する「次のバッファー」
（次のバッファーを示すアドレス）の値を変更すること
で達成される。ＦＡＴキャッシュへのアクセスが行われ
る度にステップＳ１５０８の動作が繰り返されること
で、自然にアクセスされないバッファがリストの先頭か
ら最後に向かってシフトしていく。よって、ステップＳ
１５０４でリスト最後のバッファを選ぶのは、最も古い
バッファを吐き出す為である。

【００８５】次に図１４を参照して書込み手順を説明す
る。

【００８６】ステップＳ１６００でＮセクタの書き込み
を開始する。ステップＳ１６０１では、ＮセクタがＦＡ
Ｔかどうかを判断する。ＦＡＴでなければ、ステップＳ
１６０８へ進み、フラッシュＲＯＭ１５へのデータの書
き込みを実行する。

【００８７】一方、ステップＳ１６０１でＮセクタがＦ
ＡＴならば、ステップＳ１６０２へ進み、キャッシュリ
ストを検索する。キャッシュ中にＮセクタが存在すれば
ステップＳ１６０６へ進み、Ｎセクタのバッファへデー
タの書き込みを実行する。

【００８８】また、ステップＳ１６０２でＮセクタがキ
ャッシュリスト中に存在しなかった場合は、ステップＳ
１６０３へ分岐し、バッファから最も長くアクセスされ
ていないセクタの吐き出しを行うとともに、Ｎセクタを
キャッシュに登録する。まず、ステップＳ１６０３でキ
ャッシュリストの最後の項の変更フラグを判断する。も
し変更フラグがＴＲＵＥなら、ステップＳ１６０４で変
更内容をフラッシュＲＯＭへ書き込み、ステップＳ１６
０５へ進む。また、変更が無いなら（変更フラグがＦＡ
ＬＳＥなら）そのままステップＳ１６０５へ制御を移
す。ステップＳ１６０５では、キャッシュリストの最後
の項をＮセクタとする。その後、ステップＳ１６０６
で、Ｎセクタのバッファへデータの書込みを実行する。

【００８９】その後、ステップＳ1６０７でＮ、セクタ
のバッファをキャッシュリストの先頭へ移動させる。書
き込み手順の中でフラッシュＲＯＭへの書き込みを行わ
ないのは奇妙に思うかもしれないが、キャッシュの吐き
出しが起こるまで極力書き込み動作を行わない方が効率
が良い。

【００９０】また、ステップＳ１５０１及びステップＳ
１６０１における、ＦＡＴの判断であるが、ＩＣカード
等の完全に上位層（ファイルシステム）の情報を共有で
きないシステムでも、書き込みデータの内容を解析する
ことでＦＡＴ領域の場所を特定できる。なぜならば、論
理セクタＯに相当する部分にＦＡＴの位置等の情報か格
納されていることが決まっているからである。

【００９１】＜フラッシュＲＯＭへの１バイトの書き込
み＞フラッシュＲＯＭ１５に対する全ての（管理領域を
含む）読み書きは、最終的に１バイトの読み書き命令に
よって実行される。フラッシュＲＯＭ１５の書き込みに
は、通常のＰＲＯＭ同様の時間がかかる。１バイトの書
き込みが終了するまでは、同じチップへの書き込みはで
きない。書き込み終了信号として信号線が用意されてい
るチップと特別な信号が用意されていないチップがあ
る。後者の場合は、データポーリングと言う手法で書き
込み終了を確認しなければならない。データポーリング
とは、ベリファイに非常によく似た方法で、書き込みデ
ータと読み出しデータが一致するまで待つビジー制御方
法である。

【００９２】信号線によって書き込み終了を知ることが
出来る場合は、ＣＰＵ５への割り込みと併用して書き込
み待ち中のＣＰＵタイムを別のタスクへ割り当てること
ができる。

【００９３】上述のように、信号線が無いチップの場合
は、データポーリングを行なわなければならない。デー
タ書き込みの効率をあげる為にはいくつものチップに対
してパイプライン的に書き込みを行い、データポーリン
グ時間のロスを押さえなければならない。そのため、１
バイトの書き込みが完了する前に次の動作へ制御を移す
必要がある。新たな読み書きを行う前に以前の書き込み
が完了しているかどうかを確認するのが良い。図１５
は、その様子をＣ言語で表現したものである。

【００９４】図１５の１行目は、データ書き込みを行う
関数の入り口である。最初の引数は最後に書き込んだア
ドレスとデータを保存するための構造体へのポインタ、
第２の引数は書き込むアドレス、第２の引数は書き込む
データである。

【００９５】３行目では、最後に書き込んだアドレスを
参照してチップに書かれたデータと最後に書いたデータ
を比較して、両者が一致するまでループを実行する。こ
れがデータポーリングである。前回の書き込みが完了す
るとこのループから抜け出す。

【００９６】４行目で新しいアドレスへＤａｔａを書き
込む。５行目と６行目で、今回書いたアドレスとデータ
を保存する。この情報は、次のデータポーリングで利用
される。

【００９７】リスト７行目のRotateRdyQueueは、自タス
クの次に実行されるべき同一プライオリティの実行可能
状態のタスクへＣＰＵを譲るオペレーティングシステム
のシステムコールである。

【００９８】９行目は読み出し関数の入り口である。第
１の引数はアドレスとデータを保存するための構造体へ
のポインタ、第２の引数は読み出すアドレスである。こ
の関数は上位のプログラムに対して第２の引数で指定さ
れたアドレスに格納されたデータを返す。

【００９９】１１行目では、もし読み出そうとしたアド
レスが最後に書き込んだアドレスなら戻す値は最後に書
き込んだデータなので構造体の中に保存された情報を返
す。１２行目は３行目と同じようなデータポーリングで
ある。データポーリングに成功しないと同じチップの別
のアドレスを読むことができない。データポーリングが
終わって１３行目で指定したアドレスの内容を戻してい
る。

【０１００】１チップへの書き込みを以上の様な構成に
しておけば、チップ数と書き込みタスクを増やすだけで
確実に見かけ上の書き込み速度を向上させることができ
る。また、全体のスループットを上げる為にわざとチッ
プ数分のセクタバッファを用意（２チップなら２セク
タ）して書き込む内容がバッファに溜まるまで処理しな
いようにすると効果がある。

【０１０１】図１５のプログラムの特徴的なところは、
データポーリングをデータ書き込み直後に行うのではな
く、次の書き込みの前に行うことである。そのために前
回書いたアドレスとデータを保存しておくＲＡＭ領域を
チップごとに確保し構造体「struct DEV」として格納し
ているのである。

【０１０２】図３９は、本実施形態におけるフラッシュ
ＲＯＭへの１バイトデータの書込み手順を表すフローチ
ャートである。本フローチャートは、１つのフラッシュ
ＲＯＭチップへの書込みの制御手順を示している。ステ
ップＳ２６０１では、前回の書込み処理が完了したか否
かを判断する。前回の書込み処理が終了していなければ
ステップＳ２６０４へ進み、そのまま他のタスクへ制御
を移す。

【０１０３】一方、前回の書込み処理が終了していれ
ば、次の書込みデータを準備し、これをＤＲＡＭ１４へ
保存する。上述のステップＳ２６０１における書込み終
了の判断は、フラッシュＲＯＭに書き込まれたデータ
と、このステップＳ２６０２で保持されたデータとの比
較によって行われる。

【０１０４】続いて、ステップＳ２６０３において、デ
ータの書込みを開始する。以上のような処理によれば、
複数のフラッシュＲＯＭチップに対して、複数のタスク
で書き込みを行うような場合に、いわゆるラウンドロビ
ン方式を適用した書き込み処理が可能となり、複数のＲ
ＯＭチップに対して効率良くデータの書き込みが行え
る。なお、マルチタスクの管理プログラムは、上述のＲ
ＯＭ１３に格納されている。組み込みようのリアルタイ
ムＯＳとしては、VxWorks（商標）やpSOS（商標）等が
市販されており、ＲＯＭ１３にこれらのようなリアルタ
イムＯＳが格納されている。

【０１０５】＜フラッシュＲＯＭ書き込み電源の共有化
＞データの書き込みや消去の際にＰＲＯＭ同様に１２Ｖ
等の特別な書き込み電圧を必要とするチップや、書き込
み電圧を与えることで書き込みが高速になるチップがあ
る。この様なチップを使用する場合に専用のＤＣ／ＤＣ
コンバータ等の電圧発生部を設けると電子カメラのコス
トアップにつながる。ところが、従来よりカメラにはス
トロボの充電や、機構部分やＣＣＤの駆動等、特別な電
圧が必要な部分がありＤＣ／ＤＣコンバータ等を搭載し
ている。そこで、フラッシュＲＯＭの書き込み電圧とス
トロボ充電やメカ駆動を時分割多重で行うことで、少容
量のＤＣ／ＤＣコンバータでシステムを構築でき、シス
テムのコストを押さえることができる。

【０１０６】図１６は、ＤＣ／ＤＣコンバータの出力容
量を越えない様に電源を管理するプログラムをＣ言語で
表現したものである。Ｌｉｎｅ１〜６が１ステップのズ
ームアップ関数で、Ｌｉｎｅ７〜１３がフラッシュＲＯ
Ｍへ１セクタ書き込む書き込み関数である。ズームアッ
プ関数はＬｉｎｅ３でＤＣ／ＤＣコンバータの資源管理
用のセマフォ“ＳｅｍＤＣＤＣ”を獲得して、モータを
１ステップ動かす関数をＬｉｎｅ４で呼び出す。モータ
駆動が終わるとＤＣ／ＤＣコンバータの資源管理用のセ
マフォ“ＳｅｍＤＣＤＣ”を開放する。セマフォはマル
チタスクのオペレーティングシステムで資源を管理する
為の一般的な方法であり、多くのオペレーティングシス
テムがシステムコールとして用意している。

【０１０７】即ち、Ｌｉｎｅ３で既に“ＳｅｍＤＣＤ
Ｃ”が他のタスクによって使用されていたとすると、他
のタスクがセマフォ“ＳｅｍＤＣＤＣ”を開放するまで
ズームアップをしようとしたタスクの実行が保留され
る。

【０１０８】書き込み関数はＬｉｎｅ９でセマフォ“Ｓ
ｅｍＤＣＤＣ”を獲得し、フラッシュＲＯＭへ１セクタ
のデータを書き込む。Ｌｉｎｅ１１でデータポーリング
を行い最後の書き込みが終了したことを確認したら、Ｌ
ｉｎｅ１２でセマフォ“ＳｅｍＤＣＤＣ”を開放する。
このようにプログラムを構成すれば、ズームアップとフ
ラッシュＲＯＭの書き込みを同時に行うことは無くな
る。ズームは１ステップ単位であり、書き込みはセクタ
単位なので非常に短い保留時間の後に必ず電源を獲得で
きる。

【０１０９】図１６について更に説明すると、図１６の
Ｌｉｎｅ１はズームアップする関数の入り口である。本
関数には引数はない。Ｌｉｎｅ３で電源の使用権利とし
て宣言したSemDCDCの権利を一つ獲得する。この時、使
用権利が１つもなければこの関数を呼び出したタスクの
実行は保留される。電源の使用権利を別のタスクが解放
すればZoomUpを呼び出したタスクが再び実行可能状態に
戻る。そして、Ｌｉｎｅ４のモーターを動かす関数を呼
び出すことができる。そして、Ｌｉｎｅ５で、電源使用
権利を返却してこの関数の仕事は終了する。Ｌｉｎｅ７
は１セクタのデータをＥＥＰＲＯＭに書き込む関数の入
り口であり、Ｌｉｎｅ９ｄｅ電源利用権利を獲得してＬ
ｉｎｅ１２で返却している。

【０１１０】図４０は、上述した電源の共有手順を説明
するためのフローチャートである。同図において、ステ
ップＳ１７０１で、電源コントローラ９によるＤＣ／Ｄ
Ｃコンバータ８の出力電力の供給が解放されたか否かを
判断する。ステップＳ１７０２では、電源確保のための
指示の内容を解析し、この指示結果に従って、ステップ
Ｓ１７０３、１７０５、１７０７、１７０９のいずれか
に分岐する。

【０１１１】指示の内容が、ＣＣＤ駆動電力の供給であ
れば、ステップＳ１７０３へ進み、ＣＣＤ２に対してＣ
ＣＤ駆動のための電力を供給する。そして、ステップＳ
１７０４にて、ＣＣＤ駆動の終了（即ち撮影動作の終
了）を検出すると、ステップＳ１７１１へ進み、電源の
解放を行う。また、ストロボの充電要求であれば、ステ
ップＳ１７０５へ進み、電源コントローラ９に対してス
トロボ２１に対する充電電力を提供させる。そして、ス
テップＳ１７０６でストロボの充電を完了したら、ステ
ップＳ１７１１へ進み、電源の解放を行う。なお、充電
の電力供給は、所定時間の充電を行う毎に他の電源供給
のために電源を解放する。即ち、ストロボ２１への充電
を管理するプログラムは別個に所定のタスクに存在し、
充電の完了はそのタスクによって管理される。

【０１１２】指示の内容が、ズーム機構の駆動であれ
ば、ステップＳ１７０７へ進み、ズーム機構の駆動系
（不図示）へ電力供給を行う。そしてステップＳ１７０
８で、１ステップのズーム動作を終えたらステップＳ１
７１１へ進み、電源を解放する。更に、指示の内容がフ
ラッシュＲＯＭへの書込みであれば、ステップＳ１７０
９へ進み、フラッシュＲＯＭ１５への書込み電力を供給
する。１セクタ分の書込みが終えたら、ステップＳ１７
１０からステップＳ１７１１へ進み、電源を解放する。

【０１１３】なお、ステップＳ１７０４、１７０６、１
７０８、１７１０において、各動作の終了を待つが、こ
の待ちループにおいて、他のタスクへの制御が移り、マ
ルチタスク処理が遂行される。この管理処理は、各タス
クから随時起動が可能であり、複数のタスクで同時に起
動される可能性もある為、ステップＳ１７０１で電源解
放のチェックを行っている。

【０１１４】以上の図４０のフローチャートによれば時
分割で電源を利用することが可能となる。しかしなが
ら、すべてのシステム（ＣＣＤ／ストロボ／ズーム／フ
ラッシュＲＯＭ）が依存しあった１つのプログラムであ
る。このようなソフトウエアを開発すると、開発／デバ
ッグ／メンテナンスのコストが大きくなり、拡張性や柔
軟性を保つのが難しくなる。

【０１１５】そこで、電源を１つの資源に見立ててＯＳ
の提供する資源管理機能を用いることで開発効率を向上
させることができる。そこで上述のセマフォによる資源
管理を行う。即ち、ＣＣＤの駆動部、ストロボの駆動
部、ズームの駆動部、フラッシュＲＯＭの駆動部のそれ
ぞれの制御プログラムが、電源という資源（セマフォ）
を獲得、解放することで、時分割された電源の割当てが
行える。

【０１１６】図４８は本実施形態による電源の時分割利
用を説明する図である。同図に示されるように、あるタ
スクＡ（例えばＣＣＤ）によって電源要求が発生したと
き、電源セマフォが解放された状態にあれば、そのセマ
フォを獲得して、電源を占有する（ステップＳ２００１
〜Ｓ２００３）。続いてステップＳ２００４において、
当該電源よりの電力供給を得て所定の処理を行うと、ス
テップＳ２００５へ進んでセマフォを解放する。

【０１１７】一方タスクＡより遅れて電源獲得を要求し
たタスクＢでは、ステップＳ２０１１における電源要求
ではセマフォを獲得できず、ステップＳ２０１２によ
り、セマフォの解放待ちとなる。そして、タスクＡより
セマフォが解放されると、このセマフォをタスクＢが獲
得して、電源を占有する（ステップＳ２０１３）。その
後タスクＢで所定の処理を実行し（ステップＳ２０１
４）、電源を解放する（ステップＳ２０１５）。

【０１１８】以上のようなセマフォによる電源資源の管
理により、電源の時分割利用が可能となる。

【０１１９】なお、図４８によれば、電源資源の利用権
利を示すセマフォが一つしかないが、複数個のセマフォ
が存在するようにしても良いことは言うまでもない。

【０１２０】＜実施形態の電子カメラの動作説明＞図１
７は、本実施形態のリブートからサービスの開始までの
動作手順を表わすフローチャートである。ステップＳ１
０１でシステムがリブートすると、ステップＳ１０２で
フラッシュＲＯＭ１５の管理領域をスキャンし、ＤＲＡ
Ｍ１４上に記憶場所管理テーブル１４０を作成する。ま
た、この処理と並行して、ＤＲＡＭ１４上の未使用セク
タカウンタ、使用済セクタカウンタ、使用中セクタカウ
ンタへ、それぞれの状態に対応するセクタがいくつ有る
かを数え、セットする。このカウンタは、後にフラッシ
ュＲＯＭ１５に対して操作を行ったときに更新され、記
憶効率を判断するのに用いられる。その後、ステップＳ
１０３へ進み、各種のサービスを開始する。

【０１２１】図１８は、指定セクタの読み出しサービス
の手順を表わすフローチャートである。まず、ステップ
Ｓ２０１でＮセクタの読み出しを開始する。ステップＳ
２０２では、Ｎセクタをロックする。セクタのロックは
ロック変数を使って行う。このロック変数は、記憶場所
管理テーブル１４０で各セクタの記憶場所とともに管理
される。ステップＳ２０２では、セクタが既に他のタス
クによってロックされている場合、他のタスクによって
アンロックされるのを待ち、他のタスクによってアンロ
ックされた後で当該セクタのロックを行う。ロックした
セクタはステップＳ２０６でアンロックするまでの間、
自タスクによって占有することが出来る。

【０１２２】ステップＳ２０２で論理セクタをロックす
ると、ステップＳ２０３で記憶場所管理テーブルを参照
して、当該セクタに有効なデータ記憶されているかどう
かを確認する。有効なデータが記録されて無い場合は、
ステップＳ２０４へ分岐する。ステップＳ２０４では、
ダミーのデータ（例えば全部０など）をセクタの内容と
して読み出す。ステップＳ２０３で有効なデータが格納
されていると判断された場合は、ステップＳ２０５へ分
岐する。ステップＳ２０５では記録場所管理テーブルの
値を元にフラッシュＲＯＭ（または主記憶）からデータ
を読み出す。

【０１２３】ここで、ガベージコレクションを実行中で
Ｎセクタが主記憶（ＤＲＡＭ１４）へ退避されていた場
合は、記憶場所管理テーブルのポインタは主記憶をポイ
ンティングとしている。また、図中点線で囲んだ部分は
Ｎセクタを占有している期間である。この様なロック機
構によって１つのセクタ操作の安全性を保証している
為、ガベージコレクションの途中でも操作中でないセク
タを自由に読み出すことが可能となっている。

【０１２４】図１９は論理セクタの書き込みサービスの
手順を表わすフローチャートである。ステップＳ３０１
でＮセクタの書き込みを開始する。ステップＳ３０２で
ステップＳ２０２と同様に、論理セクタのロックを行
う。

【０１２５】次に、ステップＳ３０３で、記憶場所管理
テーブルを検索して、Ｎセクタに有効なデータが記録さ
れているかどうかを判断する。有効なデータが記録され
ていればステップＳ３０４へ、記録されてないならばス
テップＳ３０５へそれぞれ分岐する。ステップＳ３０４
では、それまで有効なデータとして記録されていたフラ
ッシュＲＯＭ（または主記憶）のデータを破棄する。ス
テップＳ３０４におけるデータ破棄の処理は、図２１の
フローチャートを用いて詳しく説明を加える。ステップ
Ｓ３０４の後ステップＳ３０５へ制御が移る。

【０１２６】ステップＳ３０５では、フラッシュＲＯＭ
１５においてＮセクタを書き込むための記憶領域を獲得
する。ステップＳ３０５における記憶領域の獲得手順は
図２３を用いて詳しく説明を加える。ステップＳ３０５
で正常に記憶領域の獲得に成功すれば、ステップＳ３０
８へ制御を移す。ステップＳ３０８では獲得したフラッ
シュＲＯＭ１５の領域へＮセクタのデータを書き込む。

【０１２７】一方、ステップＳ３０５でフラッシュＲＯ
Ｍに記憶場所が無い場合、即ち記憶領域の獲得に失敗し
た場合はステップＳ３０６へ分岐する。ステップＳ３０
６はデータの退避用に主記憶を獲得する。主記憶の領域
確保はオペレーティングシステムが提供するメモリ管理
機能によって行う。これはＣ言語でａｌｌｏｃ関数に相
当する機能である。そして確保した領域を片方向線形リ
スト構造によって管理する。

【０１２８】図２０は主記憶上に獲得した退避データリ
ストの様子である。（ａ）は退避データリストにデータ
が無い状態であり、リストには、END_OF_LIST が代入さ
れている。（ｂ）は退避データリストに、セクタ番号
３，２０，２２１の各セクタの内容が退避されている状
態である。

【０１２９】ステップＳ３０９で、記録場所管理テーブ
ルを更新する。ここで、記録したフラッシュＲＯＭ（ま
たは主記憶）へのポインタが代入される。ステップＳ３
１０で論理セクタのアンロックを行う。図中点線で囲ま
れた期間その論理セクタを占有できる。ステップＳ３１
１で記憶効率の評価を行う。記憶効率の評価手順につい
ては、図２１のフローチャートを用いて詳しく説明を加
える。記憶効率の評価の結果、記憶効率が悪化した場合
は、ステップＳ３１２へ制御を移す。ステップＳ３１２
では上述したガベージコレクションを行う。ガベージコ
レクションについては、図２４のフローチャートを参照
して詳しく説明を加える。ステップＳ３１３でＮセクタ
の書き込みが終了してメインのルーチンへ復帰する。

【０１３０】なお、記憶場所管理テーブルに納められる
のは、記憶場所のポインタ（バス空間上のアドレス）で
ある。図２０の（ｂ）の主記憶に待避されたデータの
「次のデータへのポインタ」の次のフィールド（図中で
はすぐ下に示されている）からは、図１０の左側にある
フラッシュＲＯＭ上のデータ構造と互換性がある。記憶
場所管理テーブルに納められるのはこの互換部分へのポ
インタである。このように構成することにより、データ
の読み出しプログラム側でフラッシュＲＯＭと主記憶を
単一のアルゴリズムで扱うことが可能となる。

【０１３１】次に、指定されたセクタの記憶を破棄する
手順（上述のステップＳ３０４）を説明する。図２１
は、記憶を破棄する手順を表わすフローチャートであ
る。

【０１３２】ステップＳ４０１で指定領域の記憶破棄を
開始する。ステップＳ４０２では、指定されたセクタを
記憶する領域が主記憶上にあるかどうかを判断する。主
記憶上にあるならステップＳ４０５へ分岐する。ステッ
プＳ４０５で待避セクタリスト（本例では、図２０で示
した片方向線形リスト）から指定領域を削除する。

【０１３３】片方向線形リストからの指定領域の削除手
順は、まずリストの先頭から検索方向順にリストをたど
り、ポインタが自分をポインティングしている項を検出
する。そして、この検出された項のポインタに現在自分
がポインティングとしている値を代入することで実現す
る。そして、ステップＳ４０６で、リストから削除した
主記憶領域をオペレーティングシステムへ返却する。オ
ペレーティングシステムへの記憶領域の返却はＣ言語の
ｆｒｅｅ関数に相当する機能である。

【０１３４】一方、ステップＳ４０２で指定された領域
が主記憶上でない（すなわちフラッシュＲＯＭ上）なら
ステップＳ４０３へ分岐する。ステップＳ４０３では、
指定されたフラッシュＲＯＭ上のセクタの管理フラグを
“使用済”へ変更する。これは、使用済みフラグをＴＲ
ＵＥにセットすることで達成される。ステップＳ４０４
では主記憶上の未使用セクタカウンタの値を１つ減少さ
せる。ステップＳ４０７で復帰する。

【０１３５】次に、記憶効率の評価手順（ステップＳ３
１１）について説明する。図２２は、記憶効率の評価手
順を表わすフローチャートである。

【０１３６】ステップＳ５０１で記憶効率の評価を開始
する。ステップＳ５０２では、主記憶に設定された未使
用セクタカウンタの値と使用済セクタカウンタの値を比
較する。ここで、使用済セクタカウンタの値が未使用セ
クタカウンタの値に対して同じか上回った場合、上位プ
ログラムに対して記憶効率の悪化をレポートする様に構
成している（ステップＳ５０２、Ｓ５０４）。また、未
使用セクタカウンタの値が使用済セクタカウンタの値よ
りも大きければ、評価結果を正常とし、正常復帰する
（ステップＳ５０３）。

【０１３７】次に、フラッシュＲＯＭの記憶領域の獲得
手順（ステップＳ３０５）について説明する。図２３は
フラッシュＲＯＭの記憶領域の獲得手順を表わすフロー
チャートである。

【０１３８】ステップＳ６０１でフラッシュＲＯＭの記
憶領域の獲得を開始する。ステップＳ６０２で未使用セ
クタの検索権利を獲得する。ここでは、オペレーティン
グシステムの提供するセマフォの機能を使用して未使用
セクタの検索権利を管理している。ここでは、ステップ
Ｓ６０２からステップＳ６０９／ステップＳ６１１まで
の点線で囲まれた処理期間だけ未使用セクタの検索権利
を独占出来る。複数のタスクが同時に同一領域を獲得す
る様な事態を防ぐ為のしくみである。

【０１３９】ステップＳ６０３でフラッシュＲＯＭの最
初のセクタへポインタを移動する。ステップＳ６０３で
そのセクタの管理フラグ（使用中フラグ、使用済みフラ
グ）を参照して、当該セクタの使用状態を判断する。使
用済みか使用中ならステップＳ６０５へ分岐する。ステ
ップＳ６０５で現在ポイントしているセクタが最後のセ
クタならステップＳ６１１へ分岐する。この場合、使用
可能な領域がフラッシュＲＯＭ１５に存在しないことに
なるので、ステップＳ６１１で未使用セクタの検索権利
を開放した後、ステップＳ６１２で異常復帰する。ま
た、ステップＳ６０５で現在ポイントしているセクタが
最後のセクタでなければ、ステップＳ６０６へ分岐す
る。ステップＳ６０６では、ポインタを次のセクタへ移
動させてからステップＳ６０４へ戻る。

【０１４０】ステップＳ６０４ポインタの示すセクタの
管理フラグが未使用となっていればステップＳ６０７へ
分岐する。ステップＳ６０７では、フラッシュＲＯＭの
管理フラグを“使用中”へ変更する（使用中フラグをＴ
ＲＵＥにする）。そして、ステップＳ６０８で、主記憶
に設けた未使用セクタカウンタの値を１つ減少させる。
この場合は、フラッシュＲＯＭへの記憶領域の獲得に成
功しているので、ステップＳ６０９で未使用セクタの検
索権利を開放し、ステップＳ６１０で正常復帰する。

【０１４１】次に、ガベージコレクション（ステップＳ
３１２）の手順について説明する。図２４はガベージコ
レクションの手順を表わすフローチャートである。

【０１４２】ステップＳ７０１でガベージコレクション
を開始する。ステップＳ７０２では、整理対象のイレー
スブロック（以後、整理対象ブロック）を選出する。整
理対象ブロックの選出手順については、図２５のフロー
チャートを用いて詳しく説明を加える。ステップＳ７０
３では、整理対象ブロックの未使用セクタを使用済化す
る。この使用済化の手順については、図２６のフローチ
ャートを用いて詳しく説明を加える。ここで、最初に整
理対象ブロック内の未使用セクタを使用済化させる目的
は、ガベージコレクション中であっても、他のタスクが
整理対象ブロック内のセクタを含むセクタへの読み書き
が可能な構成となっており、ガベージコレクション中に
他のタスクによって整理対象ブロック内のセクタへ新た
なデータが書き込まれることを防止する為である。

【０１４３】ステップＳ７０４では、整理対象ブロック
中の使用中セクタを他の記憶領域（即ち、他のイレース
ブロック）へ移動させる。使用中セクタを他の記憶領域
へ移動させる処理については、図２７のフローチャート
を参照して詳しく説明を加える。

【０１４４】続くステップＳ７０５では、使用中セクタ
の移動を終了した整理対象ブロックの消去を実行する。
整理対象ブロックを消去する手順については、図２８の
フローチャートを参照して詳しく説明を加える。なお、
この整理対象ブロックの消去において、消去回数カウン
タ１５２の内容を主記憶にコピーしておく。ステップＳ
７０５における整理対象ブロックの消去を終えると、ス
テップＳ７０６で主記憶に退避したデータをフラッシュ
ＲＯＭの当該イレースブロックの消去回数カウンタへ戻
す。そして、ステップＳ７０７でガベージコレクション
から復帰する。

【０１４５】次に、ガベージコレクションにおける整理
対象ブロックの選出手順（ステップＳ７０２）について
説明する。図２５は整理対象ブロック選出する手順を表
わすフローチャートである。

【０１４６】まず、ステップＳ８０１で整理対象ブロッ
クの選出を開始する。ステップＳ８０２で評価ポインタ
に最初のイレースブロックをセットする。同様に、ステ
ップＳ８０３で、整理対象候補ポインタを最初のイレー
スブロックにセットする。

【０１４７】次に、ステップＳ８０４で、評価ポインタ
の示すイレースブロックに使用済セクタが含まれている
かどうかを判断する。使用済セクタが含まれていなけれ
ばステップＳ８０４，ステップＳ８０５をスキップして
ステップＳ８０７へ制御を移す。

【０１４８】一方、ステップＳ８０４で評価ポインタの
示すイレースブロックに使用済セクタが含まれている場
合には、ステップＳ８０５へ制御を移す。ステップＳ８
０５では、整理対象候補ポインタの示すイレースブロッ
クの消去回数カウンタの値と評価ポインタの示すイレー
スブロックの消去回数カウンタの値を比較する。もし評
価ポインタの示すイレースブロックの消去回数の方が少
なければステップＳ８０６へ制御を移す。ステップＳ８
０６では、整理対象候補ポインタへ評価ポインタを代入
する。一方、ステップＳ８０５でもし評価ポインタの示
すイレースプロックの消去回数のほうが多ければそのま
まステップＳ８０７へ制御を移す。

【０１４９】ステップＳ８０７で評価ポインタが最後の
イレースブロックを示しているかどうかを判断する。も
し最後のイレースブロックでなければ、ステップＳ８０
８で評価ポインタを次のイレースブロックへ移動させた
後、ステップＳ８０４へ戻る。以上のように、ステップ
Ｓ８０４〜Ｓ８０８の処理を繰り返すことで、整理対象
候補ポインタは、使用済みセクタを含み、消去回数の少
ないイレースブロックを示すようになる。

【０１５０】ステップＳ８０７で評価ポインタが最後の
イレースブロックを示している場合はステップＳ８０９
へ分岐する。ステップＳ８０９ではガベージコレクショ
ン処理（図２４の処理）に復帰する。この時点の整理対
象候補ポインタの示すイレースブロックが整理対象とし
て選出される。

【０１５１】次に、選択された整理対象ブロック内の未
使用セクタを使用済み化する処理（ステップＳ７０３）
について説明する。図２６は、整理対象ブロックの未使
用セクタを使用済み化する手順を表わすフローチャート
である。

【０１５２】ステップＳ９０１で処理を開始する。ステ
ップＳ９０２で、整理対象ブロックの最初のセクタへポ
インタを移動させる。次に、ステップＳ９０３で、未使
用セクタの検索権利を獲得する。これは、図２３のフロ
ーチャートのステップＳ６０２と同様の効果があり、ス
テップＳ９０８までの点線で囲まれた間、未使用セクタ
の検索権利を独占する。即ち、整理対象ブロックの全セ
クタを対象にスキャンして未使用セクタを使用済セクタ
へ変更するまでの間、他のタスクが未使用セクタの検索
をすることを禁止する。しかし、管理フラグのみの操作
で未使用セクタを使用済セクタへ変更するので、検索権
利の独占時間は短く、全体のスループットが低下するこ
とはない。

【０１５３】ステップＳ９０４で、現在のポインタが示
すセクタが未使用セクタかどうかを判断する。もし未使
用セクタならステップＳ９０５へ分岐する。ステップＳ
９０５でその記憶を廃棄する。ステップＳ９０５の処理
手順は図２１のフローチャートで説明した通りである。
この処理により、未使用セクタが使用済みセクタに変更
される。ステップＳ９０６では、ポインタが整理対象ブ
ロックの最後のセクタを示しているかどうかを判断す
る。最後のセクタを示していればステップＳ９０８へ、
そうでないならステップＳ９０７へ分岐する。ステップ
Ｓ９０７ではポインタを次のセクタへ移動させてステッ
プＳ９０４へ制御を戻す。

【０１５４】また、ステップＳ９０６でポインタが整理
対象ブロック最後のセクタならステップＳ９０８で未使
用セクタの検索権利を開放し、ステップＳ９０９でガベ
ージコレクション処理（図２４のフローチャート）へ復
帰する。

【０１５５】次に、整理対象ブロックの使用中セクタを
他のイレースブロックの未使用セクタへ移動する処理
（ステップＳ７０４）について説明する。図２７は、整
理対象ブロックの使用中セクタの移動手順を表わすフロ
ーチャートである。

【０１５６】ステップＳ１０００で処理を開始する。ス
テップＳ１００１で整理対象ブロックの最初のセクタへ
ポインタを移動させる。以下のステップＳ１００２〜Ｓ
１０１２では、ポインタが指し示すセクタについて処理
を行う。

【０１５７】ステップＳ１００２で当該セクタの管理フ
ラグ（使用中フラグ、使用済みフラグ）を判断する。ス
テップＳ１００２で管理フラグの値が「使用中」となっ
ていたらステップＳ１００３へ制御を移し、「使用済」
となっていたらステップＳ１０１２へ制御を移す。ステ
ップＳ１００３で、論理セクタをロックする。ロックし
たセクタはステップＳ１０１１でアンロックされるまで
の間、自タスクで占有される。

【０１５８】ステップＳ１００４では記憶領域を獲得す
る。ステップＳ１００４における記憶領域の確保の手順
は、図２３のフローチャートで説明した通りである。こ
こで、整理対象ブロック内の各セクタは上記ステップＳ
７０３の処理で、全て使用済み化されているので、確保
される記憶領域は整理対象ブロック以外のイレースブロ
ックとなる。

【０１５９】記憶領域の獲得に成功すると、処理はステ
ップＳ１００８へ進む。ステップＳ１００８では、獲得
した領域へ当該セクタのデータをコピーする。そして、
セクタの移動に従って、ステップＳ１００９で記憶場所
管理テーブル１４０を更新する。

【０１６０】一方、ステップＳ１００４で記憶領域の獲
得に失敗した場合は、ステップＳ１００５へ分岐する。
ステップＳ１００５では、データ退避用の記憶領域を主
記憶（ＤＲＡＭ）より獲得する。データ退避用記憶領域
の獲得は図１９のフローチャートのステップＳ３０６で
説明した通りである。ステップＳ１００６では、獲得し
た領域へ当該セクタのデータをコピーする。そして、ス
テップＳ１００７で記憶管理テーブルを更新する。ステ
ップＳ１０１０で元の記憶を廃棄する。即ち、ポインタ
の指し示すセクタの使用済みフラグをＴＲＵＥにセット
する。そして、ステップＳ１０１１で当該論理セクタを
アンロックする。

【０１６１】ステップＳ１０１２で、ポインタの指し示
すセクタが、整理対象ブロックの最後のセクタかどうか
を判断する。最後のセクタであればステップＳ１０１４
へ、最後のセクタでなければステップＳ１０１３へそれ
ぞれ分岐する。ステップＳ１０１３では、ポインタを次
のセクタへ移動させて、ステップＳ１００２へ戻り、次
のセクタについて上述の処理を繰り返す。また、ステッ
プＳ１０１４では、整理対象ブロック内の全てのセクタ
について処理を終えているので、ガベージコレクション
処理（図２４のフローチャート）へ復帰する。

【０１６２】次に、整理対象ブロックの消去処理（ステ
ップＳ７０５）について説明する。図２８は、整理対象
となったイレースブロックの消去手順を表わすフローチ
ャートである。

【０１６３】ステップＳ１１０１で処理を開始する。ス
テップＳ１１０２で整理対象ブロックの消去回数カウン
タを主記憶へコピーする。ステップＳ１１０３では整理
対象ブロックの消去を実行する。ステップＳ１１０４で
は、主記憶へコピーした消去回数カウンタの値を１増加
させた値をフラッシュＲＯＭへ書き込む。即ち、当該整
理対象ブロックの消去カウンタの値を、消去処理前の値
より１増加させる。その後、ステップＳ１１０５でガベ
ージコレクション処理（図２４のフローチャート）へ復
帰する。

【０１６４】上記図２４で示されるガベージコレクショ
ン処理は、極力フラッシュＲＯＭを用いた処理であり、
退避データの安全性が高い。しかしながら、上述の＜未
使用セクタが無い場合＞の項で説明したように、積極的
に主記憶（ＤＲＡＭ１４）を用いて使用中セクタのデー
タを待避し、複数個のイレースブロックを消去すると消
去処理の効率がよい。但し、ＤＲＡＭ１４にデータを待
避するので、待避中のデータに関して安全性が低下する
（例えば電池が外れて電源供給が停止するとＤＲＡＭに
待避したデータが失われることになる）。そこで、電源
の種別を判断し、供給電源が電池の場合は待避データの
安全性を重視し、ＡＣアダプタの場合は電源供給が停止
する危険性が少ないので消去処理の効率を重視するよう
に構成してもよい。この場合の処理について図３６を参
照して説明する。

【０１６５】図３６は、電源種別に基づいてガベージコ
レクション処理を切り換える場合の処理手順を説明する
フローチャートである。同図において、図２４のフロー
チャートで示される処理と同じ処理を行うステップにつ
いては同一のステップ番号を付し、ここでは詳細な説明
を省略する。

【０１６６】ステップＳ１３００においてガベージコレ
クション処理が起動されると、ステップＳ１３０１へ進
み、当該装置への電源供給の形態を判断する。ここで
は、図１の電源コントローラ９が、電源の供給元が電池
７であるかＡＣアダプタ２３であるかを判断し、ＣＰＵ
５に通知する。電源種別が電池７であった場合は、ステ
ップＳ１３０４へ進み、上述の図２４で示したガベージ
コレクション処理を実行する。

【０１６７】一方、ステップＳ１３０１において電源種
別がＡＣアダプタであった場合は、ステップＳ１３０２
へ進む。ステップＳ１３０２では、図２４のステップＳ
７０２、Ｓ７０３、Ｓ７０４に相当する処理を実行し、
選出した整理対象ブロック内の未使用セクタの使用済み
化と使用中セクタの待避を行う。そして、ステップＳ１
３０３において、主記憶（ＤＲＡＭ１４）にセクタの待
避を行うのに十分な空き領域があるか否かを判断し、十
分な空き領域があればステップＳ１３０２へ戻る。ステ
ップＳ１３０２では、前回の整理対象ブロックとは別の
整理対象ブロックを選出して、上述の処理を繰り返す。

【０１６８】ＤＲＡＭ１４上に十分な空き領域が無くな
ると、ステップＳ１３０３からステップＳ１３０４へ進
み、上述の処理で選出された整理対象ブロックの消去を
行う。そして、ステップＳ７０６で主記憶に待避したデ
ータをフラッシュＲＯＭ１５に戻して本処理を終了す
る。

【０１６９】以上のように、図３６の処理によれば、電
源がＡＣアダプタによって供給される場合は、主記憶の
空き容量を積極的に利用してデータの待避を行い、複数
の整理対象ブロックを選出して、一括して消去処理を行
うことができ、消去処理の効率が向上する。

【０１７０】なお、上記の処理では、電源種別に基づい
て自動的にガベージコレクションの形態を切り換える
が、コントロールパネル１２の操作により、マニュアル
で切り換えるようにすることもできることはいうまでも
ない。

【０１７１】次に、基本サービスの一つである論理セク
タの解放手順について説明する。図２９は、論理セクタ
の解放手順を表すフローチャートである。

【０１７２】ステップＳ１２０１でＮセクタの解放を開
始する。ステップＳ１２０２でＮセクタをロックする。
この結果、ステップＳ１２０５でアンロックされるまで
の間、自タスクで論理セクタを占有出来る。続いて、ス
テップＳ１２０３で当該セクタの記憶を廃棄する。この
記憶の廃棄処理については、図２１のフローチャートで
説明した通りである。ステップＳ１２０４では、ＤＲＡ
Ｍ１４の記憶場所管理テーブル１４０へ“不在”値を代
入する。ステップＳ１２０５では、論理セクタをアンロ
ックし、ステップＳ１２０６で復帰する。

【０１７３】例えばＭＳ−ＤＯＳ（商標）等の一般のフ
ァイルシステムでは、ファイルの消去に際しては、当該
ファイルに属するセクタをＦＡＴにおいて上書き可能と
するのみで、各セクタを解放するということは行われな
い。よって、このようなファイルシステムに本実施形態
のフラッシュＲＯＭ管理システムを適用すると、ファイ
ルシステム上では無効となったデータが、有効なセクタ
として残されてしまうことになり、ガベージコレクショ
ン等の効率を低下させることになる。よって、ファイル
システムの指示（例えばファイル消去）に基づいて不要
となったセクタを検出し、これを解放するように構成す
れば、ガベージコレクションの効率をより向上させるこ
とができる。

【０１７４】図３７は、ファイルシステムよりファイル
消去が指示された場合の、不要セクタの解放手順を表す
フローチャートである。同図において、ステップＳ１４
０１でファイルシステムよりファイル消去の指示があっ
たか否かを判断する。ファイル消去の指示があった場合
は、ステップＳ１４０２へ進み、消去すべく指示された
ファイルに含まれるセクタを抽出する。セクタの抽出
は、ＦＡＴを参照することで抽出できる。そして、ステ
ップＳ１４０３で、先のステップＳ１４０２で抽出され
た各セクタについて、上記図２９のフローチャートで説
明したセクタの解放処理を実行する。

【０１７５】［実施形態２］次に実施形態２について説
明する。

【０１７６】＜ディスクコントローラエミュレーション
＞上述の実施形態１で説明したフラッシュＲＯＭの記憶
管理システムは、上位層から見た特徴がディスク媒体と
良く似ている。従って、ディスクコントローラのエミュ
レーション機能を備えたシステムに組み込むことで、デ
ィスクコントローラとディスク媒体をディスクコントロ
ーラエミュレーションと本実施形態の記憶管理システム
（あるいは本実施形態の記憶管理システムを組み込んだ
ＩＣカード）へ置き換えることが可能となる。近年ＰＣ
ＭＣＩＡに代表されるＩＣカードが普及しているが、Ｉ
Ｃカードへディスクコントローラエミュレーション機能
と上記実施形態１の記憶管理システムを組込むことによ
り、リムーバルな記憶媒体として利用することが可能と
なる。第２の実施形態では、実施形態１の記憶管理シス
テムをＩＣカードへ組み込んだものについて説明する。

【０１７７】図３０は実施形態２におけるＩＣカードの
構成を表すブロック図である。同図において、２００は
ＩＣカード全体を示す。２０１はマイクロコンピュータ
であり、ディスクコントローラエミュレーション及び記
憶管理を行う。２０２はＲＯＭであり、マイクロコンピ
ュータ２０１のプログラムを格納する。２０３はＲＡＭ
であり、マイクロコンピュータ２０１の主記憶として機
能する。２０４はフラッシュＲＯＭであり、上記実施形
態１で説明した記憶管理システムによってデータを蓄積
する。即ち、フラッシュＲＯＭ２０４は、図４で説明し
た管理領域とデータ領域とで管理される。

【０１７８】２０５はコマンド／データ・ラッチ部であ
り、ホスト装置より受信した外部バスからのコマンドと
シリンダ番号等を保持する。２０６はＦＩＦＯメモリで
あり、先入れ先出し方式でデータの入出力を行う。２０
７はタプルＲＯＭであり、当該カードの特徴等を記憶し
ており、外部バスからのみ読み出しができる。

【０１７９】上述の各構成の機能は、以降の動作説明で
より明らかとなる。

【０１８０】図３１は、本実施形態２のＩＣカードを利
用する為のホストシステムの簡単なブロック図である。
同図において、３０１はホストシステム側のマイクロコ
ンピュータである。３０２はカードインターフェースで
あり、ホストシステムの内部バスとＩＣカード２００の
外部バスを接続する。なお、カードインターフェース３
０２は、ＩＣカード２００への電源供給を行うための電
源供給線や、ＩＣカード２００からの割り込み要求（Ｉ
ＲＱ出力）を受け付けるための信号線も備えている。

【０１８１】図３２は、図３１のホストシステムがＩＣ
カードを接続する際の手順を示すフローチャートであ
る。ステップＳ４１００で処理を開始すると、ステップ
Ｓ４１０１でＩＣカードへの電源供給を開始する。ステ
ップＳ４１０２では、ＩＣカード２００内のタプルＲＯ
Ｍ７から、タプル形式で格納されているデータを解析す
る。タプルＲＯＭ７の内容を解析することで、接続され
ているＩＣカードの特徴が分かる。

【０１８２】ステップＳ４１０３では、ステップＳ４１
０２で解析したタプル情報によって、接続されているＩ
Ｃカードが内部バスへ接続可能かどうかを判断する。そ
して、接続可能ならステップＳ４１０４へ、接続不可能
ならステップＳ４１０５へとそれぞれ分岐する。ステッ
プＳ４１０４では、ＩＣカード側のバスをホストの内蔵
バスのメモリ空間とＩＯ空間へマッピングする。この時
点でホスト装置のバスの空間にディスクコントローラが
有るのと同じ状態になる。

【０１８３】図３３はＩＣカード２００内のマイクロコ
ンピュータ１のメインシーケンスを示すフローチャート
である。ステップＳ４２０１でＩＣカードの電源が投入
されると、ステップＳ４２０２で記憶管理システムの初
期化を行う。即ち、フラッシュＲＯＭ２０４の全イレー
スブロックの論理セクタの状態を一旦読み出し、読み出
した情報に従って主記憶用のＲＡＭ２０３へ記憶場所管
理テーブルを作成する。ステップＳ４２０３で主記憶上
のコマンドバッファとしてリング状のバッファを用意し
て初期化し、割り込み処理を許可する。この処理以降割
り込みルーチンの動作が始まる。

【０１８４】割り込みルーチンのシーケンスを図３４の
フローチャートに示す。割り込みルーチンの動作を理解
した方が、図３３のフローチャートの説明が容易となる
為、ここで図３４のフローチャートについて説明を行
う。

【０１８５】ホストシステムがコマンド／データ・ラッ
チ２０５へのコマンドのアドレスへコマンドを書き込む
と、コマンド／データ・ラッチ２０５からマイクロコン
ピュータ２０１へ割り込みが発生する。コマンド／デー
タ・ラッチ２０５は、ホストバスとＩＣカード内部のバ
スのＩＯアドレス空間にマッピングされていて、コマン
ド／データはそれぞれ図３５に示すようにＩＯアドレス
が割り振られている。図３５は、本実施形態のコマンド
／データ・ラッチにおけるＩＯ割り付けを示す図であ
る。本例では、図３５中のCommandのアドレスにコマン
ド（例えばデータの読出しを指示するReadSector(s)）
を書き込むことでマイクロコンピュータ２０１へ割り込
みが発生する。

【０１８６】割り込みが発生すると、マイクロコンピュ
ータ２０１のソフトウェアは、図３４のフローチャート
のステップＳ４３０１へ制御を移す。ステップＳ４３０
２では、コマンド／データ・ラッチ２０５に書き込まれ
たデータを読み出して、主記憶上のリングバッファへデ
ータを格納する。ステップＳ４３０３で割り込みルーチ
ンを終了して図３３のフローチャートへ復帰する。

【０１８７】図３３のフローチャートの説明に戻る。ス
テップＳ４２０４でマイクロコンピュータ２０１はコマ
ンドバッファの状態を判断する。コマンドバッファへデ
ータが格納されていれば、ステップＳ４２０５へ分岐
し、データが格納されていなければステップＳ４２１３
へ分岐する。ステップＳ４２１３ではＣＰＵを休止状態
にする。多くのワンチップマイクロコンピュータは、命
令の実行を休止して消費電流を減らす機能を備えている
が、本実施形態のＣＰＵもこの種の機能を備える。そし
て、ＩＲＱによる割り込み要求信号が入力されると、Ｃ
ＰＵ２０１は休止状態から復帰して上述の割り込みルー
チンを実行する。割り込みプログラムの実行が済んだ時
点でステップＳ４２１３から復帰してステップＳ４２０
４へ戻る。

【０１８８】ステップＳ４２０４でコマンドバッファへ
データが格納されていると、ステップＳ４２０５へ移行
する。ステップＳ４２０６では、リングバッファからデ
ータを読み出す。ステップＳ４２０６でコマンドを解釈
する。Seekコマンドの場合はステップＳ４２０７、Read
Sector(s)コマンドの場合はステップＳ４２０８へ、Wri
teSector(s)の場合はステップＳ４２０９へ、IdentifyD
rvコマンドの場合はステップＳ４２１０へそれぞれ分岐
する。他にもコマンドがあるが本実施形態の説明上重要
でないものは省き、フローチャートを簡略化している。
ステップＳ４２０７〜４２１０までのコマンドの実行を
終了したらステップＳ４２０４まで戻り、上記の処理を
繰り返す。

【０１８９】ステップＳ４２０７では、Seekコマンドを
実行する。SeekといってもフラッシュＲＯＭには、ディ
スクデバイスと違ってヘッドが無いので、次のコマンド
に備えての妥当性等をチェックするだけである。ＩＣカ
ードのサポートするヘッド数を超えるヘッド位置などを
指定された場合は、ディスク装置同様にエラーが発生す
る。

【０１９０】ステップＳ４２０８はReadSector(s)コマ
ンドに対する処理を行う。ReadSector(s)コマンドは、
読み出すべきセクターの個数が図３５のSectorCountで
指定される。よって、ステップＳ４２０８では、指定さ
れた場所のセクタをSectroCount個読み出す行為を行
う。本実施形態の記憶管理システムでは、リニアな論理
セクタ番号を使って管理を行っているので、シリンダ／
ヘッド／セクタ番号を元にリニアな論理セクタ番号を計
算し、論理セクタの内容をＦＩＦＯメモリ２０６へ転送
し、コマンド／データ・ラッチ２０５のSectorNumberの
インクリメントも行う。ＦＩＦＯメモリ２０６は、ＩＣ
カード２００の内部バスから書き込んだデータを外部バ
スから読み出すことができ、また外部バスから書き込ん
だデータをＩＣカード内部バスから読み出す構成となっ
たＦＩＦＯメモリである。

【０１９１】ここで、上述のリニアな論理セクタ番号に
ついて説明する。一般にハードディスクに対して指定す
る番号は、セクタ、シリンダ、ヘッドのパラメータで決
まる３次元の不連続な番号である。例えば、シリンダ数
が１０２４個、ヘッド数が１６個、セクタ数が６３個の
ハードディスクの場合、セクタ数は１０２４×１６×６
３＝１０３２１９２個となる。

【０１９２】このセクタを０番から１０３２１９２番と
してアクセスできると良いのであるが、上記の３つのパ
ラメータをすべて指定してアクセスするように設計され
ている。例えば、シリンダ５００・ヘッド１６・セクタ
６３の次は、シリンダ５０１・ヘッド０・セクタ１をア
クセスするといった具合である。なお、これら３つのパ
ラメータをそれぞれの頭文字をとってＣＨＳパラメータ
と呼ぶ。

【０１９３】ＭＳ−ＤＯＳ（商標）のようなオペレーテ
ィングシステムでは、内部ではリニア（連続的）なセク
タ番号を用いるが、デバイスドライバがこれをＣＨＳパ
ラメータに変換する。本実施形態のシステムでは、リニ
アなセクタ番号を用いるのでＣＨＳパラメータの値を元
にリニアなセクタ番号を求める。上記で挙げたハードデ
ィスクの場合は、シリンダ番号×（１６×６３）＋ヘッド番号×（６３）
＋セクタ番号を計算することで、リニアな論理セクタ番号が求まる。

【０１９４】ステップＳ４２０９はデータラッチで指定
された場所のセクタへデータを書き込む処理を行う。デ
ータは、ＦＩＦＯメモリ２０６経由でホストシステムか
ら受け取る。

【０１９５】ステップＳ４２１０は、ＩＣカード２００
がどのようなハードディスクをエミュレーションしてい
るかという情報を返す処理を行う。すなわちシリンダ数
やModelNumberなどハードディスクとしてのスペックを
含むデータをＦＩＦＯメモリ２０６へ書き込む処理を行
う。

【０１９６】＜ファイルシステムの解析＞以上説明した
様に実施形態１で説明した記憶管理システムをＩＣカー
ドに組み込むことで、ＡＴＡハードディスク等の置き換
え用途に使用できる。しかし、ＡＴＡコマンド等のＦＡ
Ｔキャッシュやファイル消去によって生じた不要セクタ
の開放といった処理を行う為の情報を上位システムから
もらう手法が無い。ＡＴＡコマンドの空き部分を利用し
てセクタの開放コマンドとキャッシュするセクタ番号指
定コマンドを追加実装することで、ＦＡＴキャッシュと
不要セクタ解放の機能が実現できる。そして、この様な
機能があることを想定していない現状のＭＳ−ＤＯＳ等
のシステムでも、ＦＡＴキャッシュやセクタの開放を実
現できた方が良いことは言うまでもない。

【０１９７】ＦＡＴシステムは論理セクタ番号０に相当
する部分にＦＡＴの場所やサイズといった情報を格納し
ている。本実施形態では、このセクタを読むことでＦＡ
Ｔの場所やサイズを取得し、ＦＡＴキャッシュの処理に
利用する。同様に本来書き込みデータの内容を理解しな
いはずのＩＣカードであるが、ファイルシステムの為の
情報（ディレクトリエントリやＦＡＴ）を解析すること
でＩＣカードが自立的に不要セクタを判断して開放する
等の処理に役立てることが出来る。もちろんＦＡＴに限
った話では無く、ＨＰＦＳやマッキントッシュ（商標）
のファイルシステムでも書き込むデータの内容を解析す
れば、不要セクタの検出が可能である。この様に構成す
ることでＡＴＡハードディスクのインタフェースでも、
ファイルシステムの動作に合わせた最適化処理を行うこ
とを可能にする。

【０１９８】上記装置の機能もしくは方法の機能によっ
て達成される本発明の目的は、前述の実施形態のプログ
ラムを記憶させた記憶媒体によっても達成できる。例え
ば、パーソナルコンピュータに、その記憶媒体を装着
し、その記憶媒体から読み出した以下に説明するような
フラッシュＲＯＭ管理プログラムを実行することによ
り、フラッシュＲＯＭをディスクシステムと同等に使用
できるようになるとともに、マルチタスクシステムに好
適に対応することが可能となる。このための本発明にか
かるプログラムの構造的特徴は、図４９に示す通りであ
る。

【０１９９】図４９は本実施形態における記憶媒体に格
納される制御プログラムの制御手順、及び本記憶媒体の
メモリマップを示す図である。

【０２００】図４９（ａ）において、３５０は管理処理
であり、データ領域とこれに対応する管理領域とでセク
タを構成し、複数のセクタをフラッシュＲＯＭ１５に形
成し、各セクタにおいてデータ領域の記憶状態を示す状
態情報（セクタ番号１５４、使用中フラグ１５５、使用
済フラグ１５６）を管理領域に格納し、該状態情報に基
づいてフラッシュＲＯＭ１５のアクセスを管理する。例
えば、図１８や図１９のフローチャートで示したよう
に、セクタ単位でのフラッシュＲＯＭ１５へのデータの
書込みや読出しを制御する。

【０２０１】３５１は待避処理であり、フラッシュＲＯ
Ｍ１５のイレースブロックにおいて、データ領域中のデ
ータが有効であるセクタ（使用中フラグがＴＲＵＥで使
用済フラグがＦＡＬＳＥのセクタ）を抽出し、抽出され
たセクタの内容を該イレースブロック外へ待避する。３
５２は消去処理であり、前記待避工程によりイレースブ
ロック中の有効データを含む全セクタを待避した後に、
該イレースブロックの消去処理を行う。

【０２０２】以上のように、待避処理３５１と消去処理
３５２を有することにより、無効データの入ったセクタ
を未使用のセクタに変更することが可能となり、フラッ
シュＲＯＭを効率良く用いることができる。しかしなが
ら、記憶すべきデータが増え、フラッシュＲＯＭ上に未
使用のセクタが無くなると、データの更新時において更
新後のデータを他の領域へ書き込むことができなくな
る。この結果、１つのセクタを更新するのに、ＤＲＡＭ
１４をデータの待避先として待避処理３５１と消去処理
３５２を実行し、データ更新のあったセクタを未使用領
域に変更してから、当該セクタへ更新後のデータを書き
込むという多くの処理が必要となる。

【０２０３】そこで、管理処理３５０によるアクセスの
対象となるセクタ数よりも多い個数のセクタ（余分セク
タ）をフラッシュＲＯＭ１５に形成しておき、管理処理
３５０はこれらのセクタ領域の全てを用いてフラッシュ
ＲＯＭ１５のアクセス管理を行う。例えば、１イレース
ブロック分の余分セクタを用意すれば、１イレースブロ
ック分の未使用領域を確保することが保証され、フラッ
シュＲＯＭ１５における記憶処理の効率低下を防止でき
る。

【０２０４】即ち、管理処理３５０は、ファイルシステ
ム等からの要求によってアクセス可能なセクタ数分のセ
クタと、それ以外に１イレースブロック分の余分なセク
タを有する。

【０２０５】上記制御手順を実現するための制御プログ
ラムは、フロッピーディスクやハードディスク、あるい
はＣＤ−ＲＯＭ等の記憶媒体に、例えば図４９の（ｂ）
のメモリマップに示すような構成で格納される。上記制
御プログラムは、例えばパーソナルコンピュータ等の情
報処理装置によって読み出され、主記憶（ＲＡＭ）上に
ロードされて、ＣＰＵにより実行される。なお、主記憶
上への上記制御プログラムのロードは、ＬＡＮを介して
行われてもよい。（ｂ）において、管理処理モジュール
３５０’、待避処理モジュール３５１’、消去処理モジ
ュール３５２’のそれぞれは、管理処理３５０、待避処
理３５１、消去処理３５２のそれぞれを実行するための
プログラムモジュールである。

【０２０６】また、本発明は、複数の機器から構成され
るシステムに適用しても、１つの機器からなる装置に適
用してもよい。また、本発明はシステム或は装置にプロ
グラムを供給することによって達成される場合にも適用
できることは言うまでもない。この場合、本発明に係る
プログラムを格納した記憶媒体が、本発明を構成するこ
とになる。そして、該記憶媒体からそのプログラムをシ
ステム或は装置に読み出すことによって、そのシステム
或は装置が、予め定められた仕方で動作する。

【０２０７】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
フラッシュＲＯＭ内にデータの読み書きでアクセスされ
る領域の総容量よりも余分な領域を用意してあるので、
フラッシュＲＯＭにおける記憶効率の低下を防止でき
る。

【０２０８】

【図面の簡単な説明】

【図１】実施形態１におけるカメラシステムの構成を表
すブロック図である。

【図２】本実施形態の電子カメラにおけるファイルシス
テムの階層構造を表す図である。

【図３】デバイスドライバの管理ブロックをＣ言語で記
述した宣言文を示す図である。

【図４】フラッシュＲＯＭ上のセクタ構造の例を示す図
である。

【図５】管理領域用データと、データ領域とを分離して
格納する構成を表す図である。

【図６】各フラグの状態に対応した意味を示す図であ
る。

【図７】フラッシュＲＯＭにおけるセクタの書き換え手
順を説明する図である。

【図８】本実施形態におけるフラッシュＲＯＭのガベー
ジコレクション動作を説明する図である。

【図９】未使用セクタが存在しない場合のガベージコレ
クションの動作を説明する図である。

【図１０】ＤＲＡＭ上に作成された記憶場所管理テーブ
ルを説明する図である。

【図１１】キャッシュソフトウエアの階層的な位置付け
を表す図である。

【図１２】キャッシュの主記憶上のデータ構造を表わす
図である。

【図１３】ＦＡＴキャッシュの読み出し手順を表すフロ
ーチャートである。

【図１４】ＦＡＴキャッシュの書込み手順を表すフロー
チャートである。

【図１５】データ書き込み完了を確認するための動作手
順をＣ言語で表現した図である。

【図１６】ＤＣ／ＤＣコンバータの出力容量を越えない
様に電源を管理するプログラムをＣ言語で表現した図で
ある。

【図１７】本実施形態のリブートからサービスの開始ま
での動作手順を表わすフローチャートである。

【図１８】指定セクタの読み出しサービスの手順を表わ
すフローチャートである。

【図１９】論理セクタの書き込みサービスの手順を表わ
すフローチャートである。

【図２０】主記憶上に獲得した退避データリストの様子
である。

【図２１】記憶を破棄する手順を表わすフローチャート
である。

【図２２】記憶効率の評価手順を表わすフローチャート
である。

【図２３】フラッシュＲＯＭの記憶領域の獲得手順を表
わすフローチャートである。

【図２４】ガベージコレクションの手順を表わすフロー
チャートである。

【図２５】整理対象ブロック選出する手順を表わすフロ
ーチャートである。

【図２６】整理対象ブロックの未使用セクタを使用済み
化する手順を表わすフローチャートである。

【図２７】整理対象ブロックの使用中セクタの移動手順
を表わすフローチャートである。

【図２８】整理対象となったイレースブロックの消去手
順を表わすフローチャートである。

【図２９】論理セクタの解放手順を表すフローチャート
である。

【図３０】実施形態２におけるＩＣカードの構成を表す
ブロック図である。

【図３１】本実施形態２のＩＣカードを利用する為のホ
ストシステムの簡単なブロック図である。

【図３２】図３１のホストシステムがＩＣカードを接続
する際の手順を示すフローチャートである。

【図３３】ＩＣカード内のマイクロコンピュータのメイ
ンシーケンスを示すフローチャートである。

【図３４】ＩＣカード内のマイクロコンピュータの割り
込み処理の手順を表すフローチャートである。

【図３５】ＩＯアドレスの割り付け状態を表す図であ
る。

【図３６】電源種別に基づいてガベージコレクション処
理を切り換える場合の処理手順を説明するフローチャー
トである。

【図３７】ファイルシステムよりファイル消去が指示さ
れた場合の、不要セクタの解放手順を表すフローチャー
トである。

【図３８】本実施形態における消去処理速度向上のため
の前処理の制御手順を表すフローチャートである。

【図３９】本実施形態におけるフラッシュＲＯＭへの１
バイトデータの書込み手順を表すフローチャートであ
る。

【図４０】電源の共有手順を説明するためのフローチャ
ートである。

【図４１】本実施形態におけるフラッシュＲＯＭへの制
御プログラムの格納状態を説明する図である。

【図４２】相対アドレスで表現されたプログラムコード
の一例を表す図である。

【図４３】図４２のリロケーション情報レコードのデー
タを格納するテーブルを表す図である。

【図４４】図４１のプログラムを主記憶の８７１０番地
へマッピングした場合のプログラムコードを示す図であ
る。

【図４５】ディレクトリスロットの特徴を表す図であ
る。

【図４６】図４５のディレクトリスロットにおいて、Fi
leB が削除された状態を示す図である。

【図４７】本実施形態のＤＯＳ互換ファイルシステムで
ファイルを消去した後の状態を表す図である。

【図４８】本実施形態による電源資源（セマフォ）の時
分割利用を説明するフローチャートである。

【図４９】本実施形態の制御を実現する制御プログラム
を提供する記憶媒体の内容を説明する図である。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データ領域、及びデータ領域に対応する
管理領域とで構成される複数の記憶ブロックをフラッシ
ュＲＯＭに形成し、各記憶ブロックにおいてデータ領域
の記憶状態を示す状態情報を管理領域に格納し、該状態
情報に基づいて該記憶ブロックを単位としたアクセスを
管理する管理手段と、前記フラッシュＲＯＭの消去ブロックにおいて、前記デ
ータ領域中のデータが有効である記憶ブロックを前記管
理情報の状態情報を参照して抽出し、抽出された記憶ブ
ロックの内容を該消去ブロック外へ待避する待避手段
と、前記待避手段により前記消去ブロック中の有効データを
含む全記憶ブロックを待避した後に、該消去ブロックの
消去処理を行う消去手段と、前記管理手段でアクセスの対象となる記憶ブロック数よ
りも多くの記憶ブロックに対応する容量を有する記憶領
域とを備えることを特徴とするフラッシュＲＯＭ管理装
置。
【請求項２】前記記憶領域は、前記フラッシュＲＯＭ
の少なくとも１つの消去ブロック分の大きさを有するこ
とを特徴とする請求項１に記載のフラッシュＲＯＭ管理
装置。
【請求項３】データ領域、及びデータ領域に対応する
管理領域とで構成される複数の記憶ブロックをフラッシ
ュＲＯＭに形成し、各記憶ブロックにおいてデータ領域
の記憶状態を示す状態情報を管理領域に格納し、該状態
情報に基づいてフラッシュＲＯＭのアクセスを管理する
管理工程と、前記フラッシュＲＯＭの消去ブロックにおいて、前記デ
ータ領域中のデータが有効である記憶ブロックを前記管
理情報の状態情報を参照して抽出し、抽出された記憶ブ
ロックの内容を該消去ブロック外へ待避する待避工程
と、前記待避工程により前記消去ブロック中の有効データを
含む全記憶ブロックを待避した後に、該消去ブロックの
消去処理を行う消去工程とを備え、前記管理工程は、アクセスの対象となる記憶ブロック数
よりも多い余分な記憶ブロックを前記フラッシュＲＯＭ
に設けて該フラッシュＲＯＭの管理を行うことを特徴と
するフラッシュＲＯＭ管理方法。
【請求項４】前記余分な記憶ブロックは、前記フラッ
シュＲＯＭの少なくとも１つの消去ブロック分の大きさ
を有することを特徴とする請求項３に記載のフラッシュ
ＲＯＭ管理方法。
【請求項５】メモリ媒体から所定のプログラムを読み
込んでコンピュータを制御するコンピュータ制御装置で
あって、前記メモリ媒体は、データ領域、及びデータ領域に対応する管理領域とで構
成される複数の記憶ブロックをフラッシュＲＯＭに形成
し、各記憶ブロックにおいてデータ領域の記憶状態を示
す状態情報を管理領域に格納し、該状態情報に基づいて
フラッシュＲＯＭのアクセスを管理する管理工程の手順
コードと、前記フラッシュＲＯＭの消去ブロックにおいて、前記デ
ータ領域中のデータが有効である記憶ブロックを前記管
理情報の状態情報を参照して抽出し、抽出された記憶ブ
ロックの内容を該消去ブロック外へ待避する待避工程の
手順コードと、前記待避工程により前記消去ブロック中の有効データを
含む全記憶ブロックを待避した後に、該消去ブロックの
消去処理を行う消去工程の手順コードとを備え、前記管理工程は、アクセスの対象となる記憶ブロック数
よりも多い記憶ブロックを前記フラッシュＲＯＭに設け
て該フラッシュＲＯＭの管理を行うことを特徴とするコ
ンピュータ制御装置。