JPH11110300A - 外部記憶装置、データ処理装置及びデータ処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 外部記憶装置が強制的に取り外されたりし
て、同じ論理アドレスを持つ複数のブロックが同時に存
在するような状態（論理アドレスエラー）や、連結アド
レスで指し示されたブロックが存在しないような状態
（連結アドレスエラー）になったとしても、それらのエ
ラーを検出し適切に修復できるようにする。 【解決手段】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
なる外部記憶装置にデータを格納する際に、ブロックに
論理アドレスを割り当ててデータを格納するとともに、
データが格納されるブロックに当該データの新旧を示す
識別番号を格納する。そして、外部記憶装置からデータ
を読み出す際に、同じ論理アドレスを持つ複数のブロッ
クが存在する場合には、識別番号に基づいて、それらの
ブロックに格納されているデータの新旧を判別し、新し
い方のデータは無効なデータとし、古い方のデータを有
効なデータとする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、記憶領域が複数の
ブロックに分割されてなる外部記憶装置に関する。ま
た、本発明は、記憶領域が複数のブロックに分割されて
なる外部記憶装置にデータを格納するデータ処理装置に
関する。また、本発明は、記憶領域が複数のブロックに
分割されてなる外部記憶装置にデータを格納する際のデ
ータ処理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】パーソナルコンピュータやデジタルスチ
ルカメラ等のようなデータ処理装置に用いられる外部記
憶装置として、フラッシュメモリを備えた外部記憶装置
がある。

【０００３】フラッシュメモリを備えた外部記憶装置
は、記憶領域を複数のブロックに分割し、データ領域の
管理をブロック単位で行う。ここで、各ブロックはデー
タ消去の単位となる。すなわち、データを消去する際
は、当該データを含むブロック全体に対して初期化処理
を施す。これにより、当該ブロックに格納されているデ
ータが一括して消去される。

【０００４】このような外部記憶装置では、データをブ
ロックに格納するときに、それらのブロックに対してユ
ニークな論理アドレスが設定される。そして、各ブロッ
クは、この論理アドレスを用いて管理される。

【０００５】また、外部記憶装置に格納されるデータ
は、通常、ファイル単位で外部記憶装置に格納される
が、一つのファイルが複数のブロックにわたる場合に
は、それらのブロックの連結情報が必要となる。そこ
で、一つのファイルが複数のブロックにわたる場合に
は、当該ファイルを格納しているブロックのそれぞれ
に、次のブロックの論理アドレス（以下、連結アドレス
と称する。）が格納される。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】従来、このような外部
記憶装置では、記憶領域内にエラーがあるか否かを検査
する処理や、エラーがあった場合に当該エラーの修復を
試みる処理を、外部記憶装置の起動時に毎回実行するよ
うにしていた。なお、以下の説明では、このような処理
のことを、エラー検出訂正処理と称する。通常、このよ
うなエラー検出訂正処理は、比較的に負荷が大きく処理
に時間を要する処理である。したがって、従来の外部記
憶装置は、エラー検出訂正処理のために、速やかに起動
することができないという問題があった。

【０００７】また、データ領域の管理をブロック単位で
行うような外部記憶装置では、ブロックにデータを新規
に書き込んでいるときや、ブロックに格納されているデ
ータを更新しているときなどに、いきなり電源が遮断さ
れたり、データ処理装置から外部記憶装置が強制的に取
り外されたりしたような場合に、同じ論理アドレスを持
つ複数のブロックが同時に存在するような状態（以下、
論理アドレスエラーと称する。）となったり、連結アド
レスで指し示されたブロックが存在しないような状態
（以下、連結アドレスエラーと称する。）となったりす
る可能性がある。当然の事ながら、このような状態にな
ると、ファイルが予期せぬブロックに連結されてしまっ
たりして、外部記憶装置を正常に使用することができな
くなってしまう。

【０００８】しかしながら、従来の外部記憶装置は、論
理アドレスエラーや連結アドレスエラーを検出して適切
に修復するような機能を備えていなかった。そのため、
従来は、いきなり電源が遮断されたり、データ処理装置
から外部記憶装置が強制的に取り外されたりしたような
場合に、その後、外部記憶装置を正常に使用することが
できなくなってしまうことがあった。

【０００９】本発明は、以上のような従来の実情に鑑み
て提案されたものであり、外部記憶装置に論理アドレス
エラーや連結アドレスエラーが生じても、それらのエラ
ーを検出し適切に修復できるようにすることを目的とし
ている。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明に係る第１の外部
記憶装置は、記憶領域が複数のブロックに分割されてな
り、各ブロックに対して論理アドレスが割り当てられる
外部記憶装置である。各ブロックには、データと共に当
該データの新旧を示す識別番号が格納される。そして、
同じ論理アドレスを持つ複数のブロックが存在する場合
には、識別番号に基づいて、それらのブロックに格納さ
れているデータの新旧が判別され、新しい方のデータは
無効なデータとされ、古い方のデータが有効なデータと
される。

【００１１】また、本発明に係る第２の外部記憶装置
は、記憶領域が複数のブロックに分割されてなり、各ブ
ロックに対して論理アドレスが割り当てられる。また、
ブロックに格納するデータをブロック毎に管理するため
の情報である分散管理情報が各ブロックにそれぞれ格納
され、全ブロックを管理するための情報である集合管理
情報が各ブロックの分散管理情報から生成され、ブロッ
ク全体が集合管理情報に基づいて管理される。この外部
記憶装置は、データがファイル単位で格納されるととも
に、一つのファイルが複数のブロックにわたる場合に
は、当該ファイルを格納しているブロックのそれぞれに
次のブロックの論理アドレスが連結アドレスとして格納
される。そして、集合管理情報が生成されるときに、連
結アドレスが指し示す論理アドレスを持つブロックが存
在するか否かが調べられる。

【００１２】本発明に係る第１のデータ処理装置は、記
憶領域が複数のブロックに分割されてなる外部記憶装置
にデータを格納する際に、ブロックに論理アドレスを割
り当ててデータを格納するとともに、データが格納され
るブロックに当該データの新旧を示す識別番号を格納す
る。そして、外部記憶装置からデータを読み出す際に、
同じ論理アドレスを持つ複数のブロックが存在する場合
には、識別番号に基づいて、それらのブロックに格納さ
れているデータの新旧を判別し、新しい方のデータは無
効なデータとし、古い方のデータを有効なデータとす
る。

【００１３】また、本発明に係る第２のデータ処理装置
は、記憶領域が複数のブロックに分割されてなる外部記
憶装置に対して、各ブロックに論理アドレスを割り当て
てデータを格納するデータ処理装置である。そして、外
部記憶装置に格納するデータをブロック毎に管理するた
めの情報である分散管理情報を各ブロックにそれぞれ格
納するとともに、全ブロックを管理するための情報であ
る集合管理情報を各ブロックの分散管理情報から生成し
て当該集合管理情報に基づいてブロック全体を管理す
る。また、外部記憶装置にデータをファイル単位で格納
する際に、一つのファイルが複数のブロックにわたる場
合には、当該ファイルが格納されるブロックのそれぞれ
に次のブロックの論理アドレスを連結アドレスとして格
納する。そして、集合管理情報を生成するときに、連結
アドレスが指し示す論理アドレスを持つブロックが存在
するか否かを調べる。

【００１４】本発明に係る第１のデータ処理方法では、
記憶領域が複数のブロックに分割されてなる外部記憶装
置にデータを格納する際に、ブロックに論理アドレスを
割り当ててデータを格納するとともに、データが格納さ
れるブロックに当該データの新旧を示す識別番号を格納
する。そして、外部記憶装置からデータを読み出す際
に、同じ論理アドレスを持つ複数のブロックが存在する
場合には、識別番号に基づいて、それらのブロックに格
納されているデータの新旧を判別し、新しい方のデータ
は無効なデータとし、古い方のデータを有効なデータと
する。

【００１５】また、本発明に係る第２のデータ処理方法
では、記憶領域が複数のブロックに分割されてなる外部
記憶装置に対して、各ブロックに論理アドレスを割り当
ててデータを格納する際に、外部記憶装置に格納するデ
ータをブロック毎に管理するための情報である分散管理
情報を各ブロックにそれぞれ格納する。また、全ブロッ
クを管理するための情報である集合管理情報を各ブロッ
クの分散管理情報から生成して当該集合管理情報に基づ
いてブロック全体を管理する。また、外部記憶装置にデ
ータをファイル単位で格納する際に、一つのファイルが
複数のブロックにわたる場合には、当該ファイルが格納
されるブロックのそれぞれに次のブロックの論理アドレ
スを連結アドレスとして格納する。そして、上記集合管
理情報を生成するときに、連結アドレスが指し示す論理
アドレスを持つブロックが存在するか否かを調べる。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て、図面を参照しながら詳細に説明する。

【００１７】１．システムの全体構成 本発明が適用されるシステムの一例について、その全体
構成を図１に示す。このシステムは、ホスト側システム
となるデータ処理装置１と、シリアルインターフェース
を介してデータ処理装置１に接続される外部記憶装置で
あるメモリカード２とから構成される。

【００１８】なお、ここでは、データ処理装置１とメモ
リカード２との間でのデータのやり取りをシリアルイン
ターフェースによって行うシステムを例に挙げるが、本
発明は、データのやり取りをパラレルインターフェース
によって行うシステムに対しても適用可能である。

【００１９】データ処理装置１は、演算処理装置（ＣＰ
Ｕ）３と、内部メモリ４と、補助記憶装置５と、シリア
ルインターフェース回路６とを備え、これらがバス７に
よって相互に接続されてなる。このデータ処理装置１
は、例えば、補助記憶装置５に格納されているプログラ
ムを読み出して、当該プログラムを、内部メモリ４をワ
ークエリアとして使用して、ＣＰＵ３により実行する。
このとき、必要に応じて、シリアルインターフェース回
路６を介してメモリカード２との間でデータのやり取り
を行う。

【００２０】なお、本発明が適用されるシステムに使用
されるデータ処理装置１は、外部記憶装置との間でデー
タのやり取りが可能なものであるならば特に限定される
ものではなく、本発明は、パーソナルコンピュータ、デ
ジタルスチルカメラ、デジタルビデオカメラ等、種々の
データ処理装置に適用可能である。

【００２１】データ処理装置１とメモリカード２とは、
シリアルインターフェースによって接続されており、具
体的には、少なくとも３本のデータ線ＳＣＬＫ，Ｓｔａ
ｔｅ，ＤＩＯによって接続される。すなわち、データ処
理装置１とメモリカード２とは、少なくとも、データ伝
送時にクロック信号を伝送する第１のデータ線ＳＣＬＫ
と、データ伝送時に必要なステータス信号を伝送する第
２のデータ線Ｓｔａｔｅと、メモリカード２に書き込む
データ又はメモリカード２から読み出すデータ等をシリ
アルに伝送する第３のデータ線ＤＩＯとによって接続さ
れ、これらを介して、データ処理装置１とメモリカード
２との間でのデータのやり取りを行う。

【００２２】データ処理装置１とメモリカード２との間
でのデータのやり取りは、通常、ヘッダーと実データと
から構成されるファイル単位で行われる。なお、ファイ
ルのヘッダーには、例えば、ファイルにアクセスするた
めの情報や、データ処理装置１で実行されるプログラム
で必要とされる情報等が格納される。

【００２３】２．メモリカードの構成 メモリカード２は、図２に示すように、いわゆるコント
ロールＩＣからなるコントローラ１１と、コントローラ
１１によって管理されるフラッシュメモリ１２とを備え
ている。

【００２４】コントローラ１１は、シリアル／パラレル
変換やパラレル／シリアル変換等を行うシリアル／パラ
レル・パラレル／シリアル・インターフェース・シーケ
ンサ１３（以下、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・
シーケンサ１３と称する。）と、フラッシュメモリ１２
へのインターフェースを司るフラッシュメモリ・インタ
ーフェース・シーケンサ１４と、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・イン
ターフェース・シーケンサ１３とフラッシュメモリ・イ
ンターフェース・シーケンサ１４との間でやり取りされ
るデータを一時的に記憶するページバッファ１５と、エ
ラー訂正の処理を行うエラー訂正回路１６と、フラッシ
ュメモリ１２へのアクセスを制御する制御コマンドの生
成等を行うコマンドジェネレータ１７と、このメモリカ
ード２のバージョン情報や各種属性情報等が格納されて
いるコンフィグレーションＲＯＭ１８と、各回路に対し
てそれらの動作に必要なクロック信号を供給する発振器
１９とを備えている。

【００２５】Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シー
ケンサ１３は、少なくとも上述した３本のデータ線ＳＣ
ＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯを介して、データ処理装置１
のシリアルインターフェース回路６に接続され、これら
のデータ線ＳＣＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯを介して、デ
ータ処理装置１との間でデータのやり取りを行う。すな
わち、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ
１３は、ページバッファ１５から送られてきたパラレル
データをシリアルデータに変換して、データ処理装置１
のシリアルインターフェース回路６へ送出する。また、
Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ１３
は、データ処理装置１のシリアルインターフェース回路
６から送られてきたシリアルデータをパラレルデータに
変換して、ページバッファ１５へ送出する。

【００２６】このＳ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・
シーケンサ１３とデータ処理装置１との間でのシリアル
データの伝送は、第１のデータ線ＳＣＬＫによってデー
タ処理装置１から送られてくるクロック信号によって同
期を取りながら、第３のデータ線ＤＩＯによって行われ
る。このとき、第３のデータ線ＤＩＯによってやり取り
されるシリアルデータのデータ種別は、第２のデータ線
Ｓｔａｔｅによって伝送されるステータス信号によって
判別される。ここで、シリアルデータの種別には、例え
ば、フラッシュメモリ１２に書き込むべきデータ、フラ
ッシュメモリ１２から読み出されたデータ、又はこのメ
モリカード２の動作を制御するための制御データ等があ
る。なお、ステータス信号は、メモリカード２の状態を
示すためにも使用される。ステータス信号によって示さ
れるメモリカード２の状態には、例えば、メモリカード
２が何らかの処理の最中でデータ処理装置１からのデー
タ入力を受け付けない状態や、メモリカード２の側での
処理が終了してデータ処理装置１からのデータ入力を待
っている状態等がある。

【００２７】また、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース
・シーケンサ１３は、データ処理装置１から送られてき
たデータがメモリカード２の動作を制御するための制御
データである場合には、当該制御データをコマンドジェ
ネレータ１７に送出する。

【００２８】コマンドジェネレータ１７は、データ処理
装置１からＳ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケ
ンサ１３を介して送られてきた制御データに基づいて、
フラッシュメモリ１２へのアクセスを制御する制御コマ
ンドを生成し、当該制御コマンドをフラッシュメモリ・
インターフェース・シーケンサ１４へ送出する。フラッ
シュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４は、後
述するように、この制御コマンドに基づいて、フラッシ
ュメモリ１２にデータを書き込んだり、フラッシュメモ
リ１２からデータを読み出したりする。

【００２９】なお、このコマンドジェネレータ１７に
は、誤消去防止スイッチ２０が接続されている。そし
て、この誤消去防止スイッチ２０がオンになっていると
きには、フラッシュメモリ１２に書かれているデータを
消去するように指示する制御データがデータ処理装置１
から送られてきたとしても、コマンドジェネレータ１７
は、フラッシュメモリ１２に書かれているデータを消去
するような制御コマンドを生成しない。すなわち、この
メモリカード２は、誤消去防止スイッチ２０によって、
フラッシュメモリ１２に保存されているデータの消去が
行えない状態と、フラッシュメモリ１２に保存されてい
るデータの消去が行える状態とを切り換えることが可能
となっている。

【００３０】Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シー
ケンサ１３とフラッシュメモリ・インターフェース・シ
ーケンサ１４との間に配されたページバッファ１５は、
いわゆるバッファメモリであり、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・イン
ターフェース・シーケンサ１３とフラッシュメモリ・イ
ンターフェース・シーケンサ１４との間でやり取りされ
るデータを一時的に記憶する。

【００３１】すなわち、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェ
ース・シーケンサ１３からフラッシュメモリ・インター
フェース・シーケンサ１４へ送られるデータは、先ず、
Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ１３か
らページバッファ１５に送られて、このページバッファ
１５によって一時的に記憶される。このとき、ページバ
ッファ１５に記憶されたデータは、エラー訂正回路１６
によってエラー訂正符号が付けられる。そして、エラー
訂正符号が付けられたデータは、ページバッファ１５か
ら所定のページ単位毎（例えば１ページ＝５１２バイト
とされる。）に、フラッシュメモリ・インターフェース
・シーケンサ１４へと送られる。

【００３２】或いは、フラッシュメモリ・インターフェ
ース・シーケンサ１４からＳ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフ
ェース・シーケンサ１３へ送られるデータは、先ず、フ
ラッシュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４か
らページバッファ１５に送られて、このページバッファ
１５によって一時的に記憶される。このとき、ページバ
ッファ１５に記憶されたデータは、エラー訂正回路１６
によってエラー訂正処理が施される。そして、エラー訂
正処理が施されたデータは、ページバッファ１５から所
定のページ単位毎に、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェー
ス・シーケンサ１３へと送られる。

【００３３】フラッシュメモリ・インターフェース・シ
ーケンサ１４は、コマンドジェネレータ１７からの制御
コマンドに基づいて、フラッシュメモリ１２へのデータ
の書き込みや、フラッシュメモリ１２からのデータの読
み出し等を行う。すなわち、フラッシュメモリ・インタ
ーフェース・シーケンサ１４は、コマンドジェネレータ
１７からの制御コマンドに基づいて、フラッシュメモリ
１２からデータを読み出して、当該データを上述のよう
にページバッファ１５を介して、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・イン
ターフェース・シーケンサ１３へと送出する。或いは、
フラッシュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４
は、コマンドジェネレータ１７からの制御コマンドに基
づいて、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケン
サ１３からのデータを、上述のようにページバッファ１
５を介して受け取り、当該データをフラッシュメモリ１
２に書き込む。

【００３４】コンフィグレーションＲＯＭ１８には、こ
のメモリカード２のバージョン情報や各種属性情報等が
格納されている。コンフィグレーションＲＯＭ１８に格
納された情報は、必要に応じて、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・イン
ターフェース・シーケンサ１３を介してコマンドジェネ
レータ１７によって読み出されて使用される。すなわ
ち、コマンドジェネレータ１７は、必要に応じて、コン
フィグレーションＲＯＭ１８に格納されている情報を読
み出し、この情報に基づいてメモリカード２に関する各
種設定を行う。

【００３５】以上のようなメモリカード２に対して、フ
ラッシュメモリ１２に書き込まれるデータが、上述した
３本のデータ線ＳＣＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯを介し
て、データ処理装置１からシリアルデータとして送られ
てくると、先ず、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・
シーケンサ１３は、当該シリアルデータをパラレルデー
タに変換し、当該パラレルデータをページバッファ１５
へ送出する。ページバッファ１５は、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・
インターフェース・シーケンサ１３から送られてきたデ
ータを一時的に記憶する。このとき、ページバッファ１
５に記憶されたデータには、エラー訂正回路１６によっ
てエラー訂正符号が付けられる。そして、エラー訂正符
号が付けられたデータは、所定のページ単位毎にフラッ
シュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４に送出
される。そして、フラッシュメモリ・インターフェース
・シーケンサ１４は、ページバッファ１５から送られて
きたデータを、コマンドジェネレータ１７からの制御コ
マンドに基づいて、フラッシュメモリ１２に書き込む。
以上の処理により、データ処理装置１から送られてきた
データが、フラッシュメモリ１２に書き込まれる。

【００３６】また、以上のようなメモリカード２からデ
ータを読み出す際は、先ず、コマンドジェネレータ１７
からの制御コマンドに基づいて、フラッシュメモリ・イ
ンターフェース・シーケンサ１４によって、フラッシュ
メモリ１２からデータが読み出される。そして、フラッ
シュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４は、フ
ラッシュメモリ１２から読み出したデータをページバッ
ファ１５に送出する。ページバッファ１５は、フラッシ
ュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４から送ら
れてきたデータを一時的に記憶する。このとき、ページ
バッファ１５に記憶されたデータには、エラー訂正回路
１６によってエラー訂正処理が施される。そして、エラ
ー訂正処理が施されたデータは、所定のページ単位毎に
Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ１３に
送出される。そして、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェー
ス・シーケンサ１３は、ページバッファ１５から送られ
てきたデータを、シリアルデータに変換した上で、上述
した３本のデータ線ＳＣＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯを介
して、データ処理装置１へと送出する。以上の処理によ
り、フラッシュメモリ１２から読み出されたデータが、
データ処理装置１へと送出される。

【００３７】なお、データの書き込みや読み出しを行う
際は、フラッシュメモリ１２に書き込まれるデータやフ
ラッシュメモリ１２から読み出されたデータのやり取り
が行われるだけでなく、そのやり取りを制御するための
制御データも、データ処理装置１からメモリカード２の
Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ１３へ
送られる。この制御データは、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インタ
ーフェース・シーケンサ１３からコマンドジェネレータ
１７に送られる。そして、コマンドジェネレータ１７
は、Ｓ／Ｐ＆Ｐ／Ｓ・インターフェース・シーケンサ１
３から送られてきた制御データに基づいて、フラッシュ
メモリ１２へのアクセスを制御する制御コマンドを生成
する。そして、この制御コマンドは、フラッシュメモリ
・インターフェース・シーケンサ１４に送られ、フラッ
シュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４は、こ
の制御コマンドに基づいてフラッシュメモリ１２にアク
セスして、データの書き込みやデータの読み出しを行
う。

【００３８】なお、メモリカード２は、上述した３本の
データ線ＳＣＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯを備えるだけで
なく、その他に、電圧供給用の配線や、通常は使用しな
いリザーブの配線等を備えていてもよい。例えば、図２
並びに後掲する図３では、上述した３本のデータ線ＳＣ
ＬＫ，Ｓｔａｔｅ，ＤＩＯの他に、４本の電源用の配線
ＶＳＳ１，ＶＳＳ２，ＶＣＣ，ＩＮＴと、３本のリザー
ブの配線ＲＳＶ１，ＲＳＶ２，ＲＳＶ３とをメモリカー
ド２に設けた例を挙げている。

【００３９】３．メモリカードの外観 つぎに、以上のようなメモリカード２の具体的な外形に
ついて、図３を参照して説明する。

【００４０】メモリカード２は、合成樹脂等からなり平
面形状が長方形とされる薄肉のカード状のケース２１
に、上述したコントローラ１１やフラッシュメモリ１２
等が内蔵されてなる。そして、このメモリカード２は、
当該メモリカード２を装着する装着機構を備えたデータ
処理装置１に装着されて使用される。

【００４１】このメモリカード２のケース２１の前端部
には、斜めに切り欠かれた切り欠き部２２が形成されて
おり、更に当該切り欠き部２２が形成された部分に、１
０個の凹状部２３が形成されている。そして、これらの
凹状部２３の内部には、メモリカード２がデータ処理装
置１の装着装置に装着されたときに、データ処理装置１
の接続端子に接続される外部接続用端子が、それぞれ配
されている。すなわち、このメモリカード２は、外部接
続用端子として１０本の端子２４ａ，２４ｂ，２４ｃ，
２４ｄ，２４ｅ，２４ｆ，２４ｇ，２４ｈ，２４ｉ，２
４ｊを備えている。これらの外部接続用端子の内訳は、
３本のデータ線用の端子２４ｂ，２４ｄ，２４ｈ、４本
の電源用端子２４ａ，２４ｆ，２４ｉ，２４ｊ、及び３
本のリザーブ端子２４ｃ，２４ｅ，２４ｇである。

【００４２】また、このメモリカード２のケース２１の
上面には、誤消去防止部材２５が取り付けられている。
誤消去防止部材２５は、ケース２１の内部に収納された
上記誤消去防止スイッチ２０に係合されており、この誤
消去防止部材２５をスライド操作することにより、誤消
去防止スイッチ２０のオン／オフの切り換えを行えるよ
うになっている。

【００４３】このメモリカード２には、データ処理装置
１の装着装置に装着された際にメモリカード２がデータ
処理装置１から脱落しないようにするため、ケース２０
の側面の一方に円弧状の第１のロック用切欠部２６が形
成され、ケース２０の側面の他方に矩形状の第２のロッ
ク用切欠部２７が形成されている。そして、このメモリ
カード２がデータ処理装置１の装着装置に装着される
と、メモリカード２が脱落しないように、これらのロッ
ク用切欠部２６，２７が、データ処理装置１の装着装置
に係合される。

【００４４】なお、図３に示したメモリカード２は、本
発明が適用される外部記憶装置の一例に過ぎない。すな
わち、本発明は、外部記憶装置の外形に依存することな
く、どんな外形の外部記憶装置にも適用可能である。

【００４５】４．記憶領域の構造 つぎに、以上のようなメモリカード２に搭載されるフラ
ッシュメモリ１２の記憶領域の構造について説明する。

【００４６】このフラッシュメモリ１２の記憶領域は、
図４（ａ）に示すように、データ消去の単位となる複数
のブロックに分割されてなる。なお、これらのブロック
には、このメモリカード２が起動されたときにデータ処
理装置１によって最初に読み込まれるデータであるブー
トデータが格納されるブートブロックと、任意のデータ
が書き込まれるデータブロックとがある。各ブロックに
は、それぞれ固有の物理アドレスが付けられている。こ
れらのブロックは、データ消去の単位であると同時に、
ファイル管理上の最小単位でもある。すなわち、ファイ
ルは１つ又は複数のブロックに格納され、１つのブロッ
クを複数のファイルで利用することはできない。

【００４７】そして、各ブロックは、「１」又は「０」
を示す２つの状態を取りうる複数のビットからなり、初
期状態では、全てのビットが「１」とされており、ビッ
ト単位での変更は「１」から「０」へだけが可能となっ
ている。すなわち、「１」及び「０」からなるデータを
書き込む際、「１」については該当するビットをそのま
ま保持し、「０」については該当するビットを「１」か
ら「０」に変更する。

【００４８】そして、一度書き込んだデータを消去する
際は、ブロック単位で一括して初期化処理を行い、当該
ブロックの全ビットを「１」とする。これにより、当該
ブロックに書き込まれたデータが一括して消去され、そ
のブロックは再びデータの書き込みが可能な状態とな
る。

【００４９】なお、「０」から「１」への変更を行うに
は、ブロック単位で一括して初期化処理を行い、当該ブ
ロックの全ビットを「１」にする必要があるが、「１」
から「０」への変更は、ブロック単位で一括して初期化
処理を行わなくて可能である。以下の説明では、ブロッ
ク単位で一括して初期化処理を行うことなく「１」から
「０」へ変更することを、オーバーライトと称する。

【００５０】なお、本発明は、上述のように各ビットが
２つの状態だけを取りうるフラッシュメモリ（いわゆる
２値型のフラッシュメモリ）だけでなく、各ビットが３
つ以上の状態を取りうるフラッシュメモリ（いわゆる多
値型のフラッシュメモリ）にも適用可能である。

【００５１】上記フラッシュメモリ１２の各ブロック
は、図４（ｂ）に示すように、データの書き込みや読み
出しの単位となる複数のページから構成される。すなわ
ち、このフラッシュメモリ１２にデータを書き込む際
は、上述したように、ページ単位にてページバッファ１
５から送られてきたデータが、フラッシュメモリ・イン
ターフェース・シーケンサ１４によってページ単位にて
フラッシュメモリ１２に書き込まれる。また、このフラ
ッシュメモリ１２からデータを読み出す際は、フラッシ
ュメモリ・インターフェース・シーケンサ１４によって
ページ単位毎にデータが読み出されて、ページバッファ
１５へと送られる。

【００５２】各ページは、データエリアと、冗長エリア
とを有している。データエリアは、任意のデータが書き
込まれる領域である。冗長エリアは、データエリアに書
き込まれるデータの管理に必要な情報が格納される領域
である。

【００５３】具体的には、図４（ｃ）に示すように、ブ
ロックの先頭ページの冗長エリアには、当該ブロックを
管理するために必要な情報として、いわゆる分散管理情
報が格納される。また、ブロックの２ページ目以降の各
ページの冗長エリアにも、予備の分散管理情報として、
先頭ページの冗長エリアに格納された分散管理情報と同
じものが格納される。ただし、最終ページの冗長エリア
には、分散管理情報ではなく、分散管理情報だけでは管
理しきれない追加情報として、いわゆる追加管理情報が
格納される。

【００５４】このように、このフラッシュメモリ１２で
は、各ブロック内の冗長エリアに分散管理情報が格納さ
れる。分散管理情報は、当該分散管理情報が格納された
ブロックを管理するための情報である。この分散管理情
報により、例えば、当該ブロックがファイルの先頭とな
るブロックであるか否かについての情報や、複数のブロ
ックからファイルが構成される場合にはそれらのブロッ
クの繋がりを示す情報等を得ることができる。なお、こ
の分散管理情報については、後で詳細に説明する。

【００５５】そして、このメモリカード２では、各ブロ
ックの分散管理情報を集めることにより、フラッシュメ
モリ全体を管理するための情報として、いわゆる集合管
理情報を作成して、この集合管理情報をファイルとして
フラッシュメモリ１２に格納しておくようにする。

【００５６】そして、通常は、集合管理情報によって、
各ブロックにアクセスするために必要な情報を得るよう
にする。すなわち、データ処理装置１とメモリカード２
との間でデータのやり取りを行う際、データ処理装置１
は、集合管理情報をメモリカード２から読み出して内部
メモリ４に管理テーブルを作成し、この管理テーブルに
基づいてメモリカード２にアクセスする。これにより、
データアクセスの都度、個々のブロックに格納された分
散管理情報にアクセスするような必要がなくなり、より
高速なデータアクセスが可能となる。

【００５７】５．分散管理情報 つぎに、分散管理情報について詳細に説明する。

【００５８】分散管理情報は、当該分散管理情報が格納
されたブロックを管理するための情報であり、１６バイ
トの冗長エリアに書き込まれてなる。具体的には、図５
に示すように、１バイトの可／不可フラグと、１バイト
のブロックフラグと、４ビットの最終フラグと、４ビッ
トの参照フラグと、１バイトの管理フラグと、２バイト
の論理アドレスと、２バイトの連結アドレスと、３バイ
トのリザーブ領域と、２バイトの分散管理情報用エラー
訂正符号と、３バイトのデータ用エラー訂正符号とから
なる。

【００５９】可／不可フラグは、ブロックが使用可能状
態か使用不可能状態かを示すフラグであり、具体的に
は、「使用可」と「使用不可」の２つの状態を示す。
「使用可」は、当該ブロックが使用可能な状態を示し、
「使用不可」は、当該ブロックが使用不可能な状態であ
ることを示す。例えば、ブロック内に回復不能なエラー
が生じたようなときに、この可／不可フラグが「使用不
可」に設定され、当該ブロックが使用不可とされる。

【００６０】ブロックフラグは、ブロックの状態を示す
フラグであり、具体的には、「未使用」「先頭使用」
「使用」「未消去」の４つの状態を示す。「未使用」
は、当該ブロックが未使用又は消去済みで、初期状態
（全ビットが「１」の状態）とされており、直ぐにデー
タの書き込みが可能な状態を示す。「先頭使用」は、当
該ブロックがファイルの先頭で使用されている状態を示
す。なお、ブートデータが格納されたブートブロックに
おいて、ブロックフラグは「先頭使用」とされる。「使
用」は、当該ブロックがファイルの先頭以外で使用され
ている状態を示す。ブロックフラグが「使用」のとき、
当該ブロックは、他のブロックから連結されていること
となる。「未消去」は、当該ブロックに書かれていたデ
ータが無効となった状態を示す。例えば、データの消去
を行うときに、取りあえずブロックフラグを「未消去」
にしておき、処理時間に余裕があるときに、ブロックフ
ラグが「未消去」になっているブロックを消去するよう
にする。これにより、消去処理をより効率良く行うこと
が可能となる。

【００６１】最終フラグは、ファイルが終わっているか
否かを示すフラグであり、具体的には、「ブロック連
続」「ブロック最終」の２つの状態を示す。「ブロック
連続」は、次のブロックへの連結があることを示す。す
なわち、「ブロック連続」は、当該ブロックに格納され
たファイルにはまだ続きがあり、当該ファイルが他のブ
ロックに続いていることを示す。「ブロック最終」は、
最終ブロックであることを示す。すなわち、「ブロック
最終」は、当該ブロックに格納されたファイルが、この
ブロックで終了していることを示す。

【００６２】参照フラグは、追加管理情報の参照を指定
するためのフラグであり、具体的には、「参照情報な
し」「参照情報あり」の２つの状態を示す。「参照情報
なし」は、ブロックの最終ページの冗長領域に、有効な
追加管理情報が存在しないことを示す。「参照情報あ
り」は、ブロックの最終ページの冗長領域に、有効な追
加管理情報が存在していることを示す。

【００６３】管理フラグは、ブロックの属性等を示すフ
ラグである。例えば、この管理フラグによって、当該ブ
ロックが読み出し専用ブロックか、或いは書き込みも可
能なブロックであるかが示される。また、例えば、この
管理フラグによって、当該ブロックがブートブロックで
あるか、或いはデータブロックであるかが示される。

【００６４】論理アドレスは、文字通りそのブロックの
論理アドレスを示す。この論理アドレスの値は、データ
の書き換えを行うときなどに必要に応じて更新される。
なお、論理アドレスの値は、正常に処理が行われている
限り、同じ論理アドレスの値を同時に複数のブロックが
持つことがないように設定される。

【００６５】ところで、フラッシュメモリの場合、同一
ブロック内でデータを書き換えるには、上述したよう
に、先ずブロック消去を行う必要がある。しかしなが
ら、保証されている消去可能回数には上限があり、ブロ
ック消去の回数は出来るだけ少なくすることが要求され
る。そこで、ブロックのデータを更新する際は、同一の
ブロックを使って新たなデータに書き換えるのではな
く、他のブロックに新たなデータを書き込むようにす
る。このとき、先にデータが格納されていたブロック
は、当該ブロックに格納されていたデータが無効になっ
たことを示すように、ブロックフラグを「未消去」にす
る。そして、このメモリカード２では、このようにデー
タを更新した場合でも、当該データが格納されているブ
ロックを示すアドレスが同じとなるように、各ブロック
に対して予め設定されている物理アドレスとは別に、動
的に変更が可能な論理アドレスを各ブロックに割り当て
て、この論理アドレスでデータが格納されているブロッ
クを表すようにする。

【００６６】連結アドレスは、当該ブロックに連結する
ブロックの論理アドレスを示す。すなわち、ブロックに
格納されたファイルにはまだ続きがあり、当該ファイル
が他のブロックに続いている場合、連結アドレスには、
そのファイルの続きが格納された次のブロックの論理ア
ドレスの値が設定される。

【００６７】分散管理情報用エラー訂正符号は、分散管
理情報のうち、管理フラグ、論理アドレス、連結アドレ
ス及びリザーブ領域に書き込まれデータを対象としたエ
ラー訂正符号である。なお、可／不可フラグ、ブロック
フラグ、最終フラグ及び参照フラグは、分散管理情報用
エラー訂正符号によるエラー訂正の対象となっていな
い。したがって、可／不可フラグ、ブロックフラグ、最
終フラグ及び参照フラグは、分散管理情報用エラー訂正
符号を更新することなく書き換えることが可能となって
いる。

【００６８】データ用エラー訂正符号は、当該データ用
エラー訂正符号が格納されているページのデータエリア
に書き込まれたデータを対象としたエラー訂正符号であ
る。

【００６９】なお、分散管理情報用エラー訂正符号やデ
ータ用エラー訂正符号は、メモリカード２の内部に配さ
れたエラー訂正回路１６によって使用される。したがっ
て、これらのエラー訂正符号を用いてのエラー訂正は、
データ処理装置１に依存することなく、メモリカード２
に依存した任意の手法を使用することができる。

【００７０】６．追加管理情報 つぎに、追加管理情報について詳細に説明する。

【００７１】追加管理情報は、ブロックの最終ページの
１６バイトの冗長エリアに格納される情報であり、分散
管理情報だけでは管理しきれない追加情報を含んでい
る。

【００７２】具体的には、追加管理情報は、図６に示す
ように、１バイトの可／不可フラグと、１バイトのブロ
ックフラグと、４ビットの最終フラグと、４ビットの参
照フラグと、１バイトの識別番号と、２バイトの有効デ
ータサイズと、５バイトのリザーブ領域と、２バイトの
追加管理情報用エラー訂正符号と、３バイトのデータ用
エラー訂正符号とからなる。

【００７３】ここで、可／不可フラグ、ブロックフラ
グ、最終フラグ、参照フラグ、リザーブ領域及びデータ
用エラー訂正符号については、分散管理情報の場合と同
様である。また、追加管理情報用エラー訂正符号は、分
散管理情報における分散管理情報用エラー訂正符号に相
当するものであり、追加管理情報のうち、識別番号、有
効データサイズ及びリザーブ領域に書き込まれデータを
対象としたエラー訂正符号である。

【００７４】そして、識別番号及び有効データサイズと
が、分散管理情報だけでは管理しきれない追加情報とし
て、追加管理情報に含まれている。

【００７５】識別番号は、エラー処理用の情報であり、
ブロックのデータを書き換える度に、この識別番号の値
がインクリメントされる。この識別番号は、何らかのエ
ラーが発生して、同じ論理アドレスを持つブロックが複
数存在するようになってしまった場合に、それらのブロ
ックに書き込まれたデータの新旧を識別するために使用
される。なお、識別番号には１バイトの領域が使用さ
れ、その値の範囲は「０」から「２５５」までであり、
その初期値は「０」とされる。なお、識別番号が「２５
５」を越えたときには「０」に戻される。そして、同じ
論理アドレスを持つデータブロックが複数存在する場合
には、この識別番号の値が小さい方のデータブロックを
有効とする。ただし、ブートブロックについては、ブー
トブロックの予備がある場合、正常時にはそれらのブー
トブロックの識別番号は同じ値とされる。何らかの異常
により、それらのブートブロックの識別番号が異なるよ
うな状態となった場合には、識別番号の値が大きい方の
ブートブロックを有効とする。

【００７６】また、有効データサイズは、ブロック内の
有効なデータのサイズを示す。すなわち、当該ブロック
のデータエリアに空きがある場合、有効データサイズに
は、当該データエリアに書き込まれたデータのサイズを
示す値が設定される。このとき、分散管理情報の参照フ
ラグは「参照情報あり」に設定される。なお、ブロック
のデータエリアに空きがない場合、有効データサイズに
は、当該データエリアに空きがないことを示す値とし
て、「0xffff」が設定される。

【００７７】なお、以上のような分散管理情報及び追加
管理情報は、ブロック内のデータが更新される毎に、常
に最新情報となるように更新される。

【００７８】７．集合管理情報 つぎに、集合管理情報について詳細に説明する。

【００７９】集合管理情報は、上述したように、各ブロ
ックの分散管理情報を集めて作成されてなる情報であ
り、ファイルとしてフラッシュメモリ１２に格納され
る。すなわち、図７に示すように、各ブロックの分散管
理情報から、全ブロックをまとめて管理するための情報
である集合管理情報のファイルが作成され、この集合管
理情報が所定のブロックのデータエリアに格納される。
なお、集合管理情報は、１つのブロックに格納されるも
のであっても、複数のブロックにわたって格納されるも
のであってもよい。そして、データ処理装置１は、通常
は、この集合管理情報によって、各ブロックにアクセス
するために必要な情報を得るようにする。

【００８０】すなわち、メモリカード２に有効な集合管
理情報がファイルとして格納されている場合、データ処
理装置１は、その集合管理情報のファイルを読み出して
内部メモリ４に展開し、メモリカード２を管理するため
の管理テーブルを作成する。なお、集合管理情報のファ
イルの先頭が格納されているブロックの物理アドレス
は、ブートデータに含まれており、データ処理装置１
は、この物理アドレスに基づいて集合管理情報のファイ
ルにアクセスする。

【００８１】この集合管理情報は、図８に示すように、
この集合管理情報のヘッダーと、各ブロックの状態を示
すビットマップテーブルと、ブロックにアクセスすると
きに、指定された論理アドレスから物理アドレスへの変
換を行うための変換テーブルと、あるブロックの次のブ
ロックを示す連結テーブルとを有する。

【００８２】ビットマップテーブルには、各ブロックの
分散管理情報から抽出された、可／不可フラグ、ブロッ
クフラグ、最終フラグ、参照フラグ及び管理フラグ等の
情報が格納される。

【００８３】変換テーブルは、図９に示すように、論理
アドレスに対応する物理アドレスが記述されたテーブル
であり、物理アドレスが格納される領域は、１エントリ
あたり２バイトとされる。この変換テーブルを分散管理
情報から作成するときは、対象となるブロックの分散管
理情報に書かれている論理アドレスを調べ、テーブルの
対応位置にそのブロックの物理アドレスを登録する。な
お、論理アドレスを使用していない場合、対応する物理
アドレスには「0xffff」を設定しておく。

【００８４】連結テーブルは、図１０に示すように、論
理アドレスに対応する連結アドレスが記述されたテーブ
ルであり、連結アドレスが格納される領域は、１エント
リあたり２バイトとされる。この連結テーブルを分散管
理情報から作成するときは、対象となるブロックの分散
管理情報に書かれている連結アドレスを調べ、テーブル
の対応位置にそのブロックの連結アドレスを登録する。

【００８５】８．メモリカード起動時の手順 つぎに、メモリカード２の起動時の手順について、図１
１のフローチャートを参照して説明する。

【００８６】このメモリカード２を起動する際は、図１
１に示すように、先ず、ステップＳ１において、データ
処理装置１は、メモリカード２のブートブロックからブ
ートデータを読み込む。次に、ステップＳ２へ進む。

【００８７】ステップＳ２において、データ処理装置１
は、ブートブロックからのブートデータの読み込みが正
常に行われたかを確認する。正常に読み込まれたなら
ば、ステップＳ３へ進み、正常に読み込まれなかったな
らば、ステップＳ８へ進む。

【００８８】ステップ３において、データ処理装置１
は、読み込んだブートデータに基づいて、メモリカード
２が当該データ処理装置１に対応しているか否かを判別
する。対応したメモリカードであるならば、ステップＳ
４へ進み、対応していないメモリカードならば、ステッ
プＳ８へ進む。

【００８９】ステップＳ４において、データ処理装置１
は、メモリカード２から集合管理情報を読み込む。な
お、集合管理情報が格納されているブロックの物理アド
レスは、ブートデータの中で指定されている。次に、ス
テップＳ５へ進む。

【００９０】ステップＳ５において、データ処理装置１
は、有効な集合管理情報の読み込みが正常に行われたか
を確認する。正常に読み込めたならば、ステップＳ６へ
進み、正常に読み込めなかったならば、ステップＳ７へ
進む。

【００９１】ステップＳ６において、データ処理装置１
は、読み込んだ集合管理情報を内部メモリ４に展開し、
メモリカード２を管理するための管理テーブルを作成す
る。以上の処理で、メモリカード２の起動時の初期処理
が完了し、メモリカード２の使用が可能となる。

【００９２】また、ステップＳ５で有効な集合管理情報
が正常に読み込めなかったと判断された場合は、上述し
たようにステップＳ７へ進む。ステップＳ７において、
データ処理装置１は、各ブロックの分散管理情報を読み
出して、集合管理情報を再構築する。そして、その集合
管理情報を内部メモリ４に展開し、メモリカード２を管
理するための管理テーブルを作成する。以上の処理で、
メモリカード２の起動時の初期処理が完了し、メモリカ
ード２の使用が可能となる。

【００９３】一方、ステップＳ２でブートデータ読み込
み時にエラーが生じたと判断された場合、及び、ステッ
プＳ３でメモリカード２がデータ処理装置１に対応して
いないと判断された場合は、上述したようにステップＳ
８へ進む。

【００９４】ステップＳ８に進むのは、メモリカード２
を使用できないときである。そこで、ステップＳ８にお
いて、データ処理装置１は、例えば、利用不可のメッセ
ージを表示するなどの所定のエラー処理を行い、メモリ
カード２の起動処理を終了する。

【００９５】９．データ更新処理時の集合管理情報の取
り扱い データ処理装置１は、メモリカード２へデータを書き込
む処理や、メモリカード２からデータを消去する処理
（以下、これらの処理をまとめて「データ更新処理」と
称する。）を行う毎に、内部メモリ４に保持している管
理テーブルを、メモリカード２の実際の状態と整合する
ように（すなわち、分散管理情報の内容と整合するよう
に）、随時更新していく。一方、メモリカード２にファ
イルとして格納されている集合管理情報は、データ更新
処理毎に更新されるのではなく、適当なタイミングに
て、その変更内容が一括して更新される。

【００９６】一般にフラッシュメモリ１２の書き換え可
能回数には上限があるが、集合管理情報の書き換えをあ
る程度まとめて一括して行うようにすることで、集合管
理情報が格納されているブロックの書き換え回数を削減
することができ、メモリカード２の長寿命化を図ること
ができる。

【００９７】ただし、データ更新処理を行う際は、メモ
リカード２に格納されている集合管理情報のファイルを
無効にしてから行う。これは、分散管理情報と集合管理
情報の一貫性を損なわないためである。データ更新処理
時には、処理の対象となるブロックの分散管理情報は同
時に更新されるが、集合管理情報の内容は同時には更新
されないので、分散管理情報と集合管理情報とが一致し
ない状態となる。そこで、このような状態のときには、
メモリカード２に格納されている集合管理情報のファイ
ルを無効にしておく。

【００９８】具体的には、データ更新処理時には、図１
２に示すように、先ず、ステップＳ１１において、デー
タ処理装置１は、メモリカード２に格納されている集合
管理情報が有効であるか無効であるかを判別する。そし
て、集合管理情報が既に無効となっていたならば、その
ままデータ更新処理に移行する。一方、集合管理情報が
有効であれば、ステップＳ１２へ進む。

【００９９】ステップＳ１２において、データ処理装置
１は、集合管理情報を無効にする。具体的には、集合管
理情報のファイルが格納されているブロックのブロック
フラグを「未消去」にするか、或いは当該ブロックに対
して消去処理を施してデータを消去する。そして、この
ように集合管理情報を無効にした上で、データ更新処理
に移行する。

【０１００】なお、メモリカード２に格納されている集
合管理情報のファイルは、分散管理情報と集合管理情報
の一貫性を損なわないために、データ更新処理時に無効
とされるが、データ処理装置１の内部メモリ４に保持さ
れている管理テーブルの内容は、常に最新の状態となる
ように随時更新される。そして、データ処理装置１は、
通常は、この管理テーブルに基づいて各ブロックを管理
する。

【０１０１】また、データ更新処理時に無効とされた集
合管理情報は、適当なタイミングで、改めてメモリカー
ド２に書き込まれて、再び有効とされる。なお、ここで
の適当なタイミングとは、例えば、メモリカード２の使
用を終了して電源を落とすときや、メモリカード２への
アクセスが所定時間以上なされなかったときや、データ
の書き換えが所定回数以上行われたときなどである。

【０１０２】具体的には、例えば、メモリカード２の使
用を終了して電源を落とす前に、図１３に示すような終
了処理を行い、集合管理情報を有効なものとする。

【０１０３】この終了処理では、先ず、ステップＳ２１
において、データ処理装置１は、メモリカード２に格納
されている集合管理情報が有効であるか無効であるかを
判別する。そして、集合管理情報が有効であれば、その
まま処理を終了する。一方、集合管理情報が無効であれ
ば、ステップＳ２２へ進む。

【０１０４】ステップＳ２２において、データ処理装置
１は、集合管理情報のファイルが格納されているブロッ
クに対して、消去処理が施されているか否かを判別す
る。消去処理が施されていなければ、ステップＳ２３へ
進み、消去処理が施されていれば、ステップＳ２４へ進
む。

【０１０５】ステップＳ２３において、データ処理装置
１は、集合管理情報のファイルが格納されているブロッ
クに対して消去処理を施す。その後、ステップＳ２４へ
進む。

【０１０６】ステップＳ２４において、データ処理装置
１は、メモリカード２に集合管理情報を書き込む。この
とき、データ処理装置１は、内部メモリ４に保持してい
る管理テーブルの内容に基づいて新しい集合管理情報の
ファイルを作成し、その新しい集合管理情報のファイル
をメモリカード２に書き込む。これにより、メモリカー
ド２の最新の状態を示す有効な集合管理情報が、メモリ
カード２に格納されたこととなる。

【０１０７】以上で終了処理が完了し、メモリカード２
に有効な集合管理情報が格納された状態となる。

【０１０８】１０．新規ファイルの書き込み つぎに、メモリカード２に新規なファイルを書き込む際
の処理手順について説明する。メモリカード２にファイ
ルを書き込む際の処理手順は、ファイルサイズが予め分
かっている場合と、分かっていない場合とで異なる。

【０１０９】１０−１ ファイルサイズが予め分かって
いる場合 予めファイルのサイズが分かっている場合は、当該ファ
イルのデータを新規なブロックに書き込む毎に、データ
が当該ブロックに納まるかどうかを判断する。そして、
データがブロック内に納まりきらない場合には、次に続
くブロックの論理アドレスを確保しておき、データをデ
ータエリアに書き込むとともに、次に続くブロックの論
理アドレスを連結アドレスとして分散管理情報を書き込
む。このとき、最終フラグは「ブロック連続」に設定し
ておく。一方、データがブロック内に納まる場合には、
データの端数部分、すなわちデータエリアの空き領域は
「0xffff」としておく。このとき、最終フラグは「ブロ
ック最終」に設定しておき、追加管理情報に有効データ
サイズを書き込んでおく。

【０１１０】つぎに、以上のように予めサイズが分かっ
ているファイルをメモリカード２に書き込む際の手順に
ついて、図１４に示すフローチャートを参照して、詳細
に説明する。なお、図１４に示すフローチャート、並び
に後掲する図１５及び図１７に示すフローチャートで
は、メモリカード２の誤消去防止スイッチ２０のチェッ
クや、何らかのエラーが発生したときの処理等について
は省略している。

【０１１１】予めサイズが分かっているファイルをメモ
リカード２に書き込む際は、先ず、ステップＳ３１にお
いて、データ処理装置１は、メモリカード２に書き込む
実データと、当該実データのヘッダーとを準備する。換
言すれば、ステップＳ３１において、データ処理装置１
は、メモリカード２のデータエリアに書き込むファイル
を準備する。なお、当該ファイルのヘッダーには、ファ
イルのサイズの情報が含まれる。次に、ステップＳ３２
へ進む。

【０１１２】ステップＳ３２において、データ処理装置
１は、最初にファイルが格納されるブロックのブロック
フラグを「先頭使用」に設定するとともに、空いている
論理アドレスを確保する。次に、ステップＳ３３へ進
む。

【０１１３】ステップＳ３３において、データ処理装置
１は、空いている物理アドレスを検索する。次に、ステ
ップＳ３４へ進む。

【０１１４】ステップＳ３４において、データ処理装置
１は、処理の対象となっているブロックにファイルが納
まりきるか否かを判別する。ファイルがブロック内に納
まりきらず、ファイルに続きがある場合には、ステップ
３５へ進み、一方、ファイルがブロック内に納まり、フ
ァイルに続きがない場合には、ステップ３６へ進む。

【０１１５】ステップＳ３５において、データ処理装置
１は、次に続くブロックの論理アドレスを確保して、こ
の論理アドレスを連結アドレスとして設定する。次に、
ステップＳ３７へ進む。

【０１１６】一方、ステップＳ３６において、データ処
理装置１は、最終フラグを「ブロック最終」に設定する
とともに、連結アドレスを「0xffff」に設定する。次
に、ステップＳ３７へ進む。

【０１１７】ステップＳ３７において、データ処理装置
１は、これまでのステップで設定された情報等に基づい
て、処理の対象となっているブロックについての分散管
理情報を作成する。次に、ステップＳ３８へ進む。

【０１１８】ステップＳ３８において、データ処理装置
１は、処理の対象となっているブロックに、ページ単位
でデータを順次書き込む。ここで、処理の対象となって
いるブロックにファイルが納まりきらない場合には、１
ブロック分のデータがページ単位で書き込まれる。ま
た、処理の対象となっているブロックにファイルが納ま
りきる場合には、必要なページ分だけページ単位でデー
タが書き込まれる。なお、このステップＳ３８で、ブロ
ックに書き込まれるのは、新規に書き込むファイルのデ
ータと、ステップＳ３７で作成された分散管理情報とで
ある。次に、ステップＳ３９へ進む。

【０１１９】ステップＳ３９において、データ処理装置
１は、ファイルの全データについて、メモリカード２へ
の書き込みが終了したか否かを判別する。書き込みが終
了しておらず、まだデータが残っていれば、ステップＳ
３３へ戻って処理を繰り返す。一方、書き込みが終了し
ていれば、ステップ４０へ進む。

【０１２０】ステップＳ４０において、データ処理装置
１は、書き込んだデータが、ブロックの途中で終わって
いるか否かを判別する。そして、データがブロックの途
中で終わっていれば、ステップＳ４１へ進む。一方、ブ
ロックの最後までデータが格納されていれば、これで処
理を終了する。

【０１２１】ステップＳ４１において、データ処理装置
１は、最終ページの冗長エリアに格納される追加管理情
報に有効データサイズを書き込む。すなわち、データ処
理装置１は、ファイルの最後の部分が格納されたブロッ
クのデータエリアに書き込まれたデータのサイズを示す
値を、当該ブロックの追加管理情報に有効データサイズ
として書き込む。

【０１２２】以上で、予めサイズが分かっているファイ
ルのメモリカード２への書き込みの処理が完了する。

【０１２３】１０−２ ファイルサイズが分かっていな
い場合 ファイルのサイズが予め分からない場合には、次に続く
ブロックの論理アドレスを常に確保しておき、データが
終了した時点で、最終ブロックの最終フラグをオーバー
ライトにより設定する。なお、その他の分散管理情報及
び追加管理情報に関しては、予めファイルサイズが分か
っているときと同様に設定される。

【０１２４】サイズが予め分かっていないファイルをメ
モリカード２に書き込む際の手順について、図１５に示
すフローチャートを参照して、詳細に説明する。

【０１２５】サイズが予め分かっていないファイルをメ
モリカード２に書き込む際は、先ず、ステップＳ５１に
おいて、データ処理装置１は、メモリカード２に書き込
むファイルの仮のヘッダーを作成する。この段階では、
ファイルサイズが不明なので、この仮のヘッダーには、
ファイルサイズの情報が含まれていない。次に、ステッ
プＳ５２へ進む。

【０１２６】ステップＳ５２において、データ処理装置
１は、最初にファイルが格納されるブロックのブロック
フラグを「先頭使用」に設定するとともに、空いている
論理アドレスを確保する。次に、ステップＳ５３へ進
む。

【０１２７】ステップＳ５３において、データ処理装置
１は、メモリカード２に書き込むデータを準備する。次
に、ステップＳ５４へ進む。

【０１２８】ステップＳ５４において、データ処理装置
１は、メモリカード２に書き込むデータが残っているか
否かを判別する。データが終了しておらず、まだデータ
が残っていれば、ステップＳ５５へ進む。一方、データ
が終了しており、データが残っていなければ、ステップ
Ｓ６１へ進む。

【０１２９】ステップＳ５５において、データ処理装置
１は、空いている物理アドレスを検索する。次に、ステ
ップＳ５６へ進む。

【０１３０】ステップＳ５６において、データ処理装置
１は、次に続くブロックの論理アドレスを確保して、こ
の論理アドレスを連結アドレスとして設定する。次に、
ステップＳ５７へ進む。

【０１３１】ステップＳ５７において、データ処理装置
１は、これまでのステップで設定された情報等に基づい
て、処理の対象となっているブロックについての分散管
理情報を作成する。次に、ステップＳ５８へ進む。

【０１３２】ステップＳ５８において、データ処理装置
１は、処理の対象となっているブロックに、ページ単位
でデータを順次書き込む。ここで、処理の対象となって
いるブロックにファイルが納まりきらない場合には、１
ブロック分のデータがページ単位で書き込まれる。ま
た、処理の対象となっているブロックにファイルが納ま
りきる場合には、必要なページ分だけページ単位でデー
タが書き込まれる。なお、このステップＳ５８でブロッ
クに書き込まれるのは、新規に書き込むファイルのデー
タと、ステップＳ５７で作成された分散管理情報とであ
る。次に、ステップＳ５９へ進む。

【０１３３】ステップＳ５９において、データ処理装置
１は、書き込んだデータが、ブロックのデータエリアの
途中で終わっているか否かを判別する。そして、データ
エリアの最後に至るまでデータが格納されていれば、ス
テップＳ５３へ戻って処理を繰り返す。一方、データが
データエリアの途中で終わっていれば、ステップＳ６０
へ進む。

【０１３４】ステップＳ６０において、データ処理装置
１は、処理の対象となっているブロックの最終ページの
冗長エリアに格納される追加管理情報に、有効データサ
イズを書き込む。すなわち、データ処理装置１は、ファ
イルの最後の部分が格納されたブロックのデータエリア
に書き込まれたデータのサイズを示す値を、当該ブロッ
クの追加管理情報に有効データサイズとして書き込む。
次に、ステップＳ６１へ進む。

【０１３５】ステップＳ６１において、データ処理装置
１は、処理の対象となっているブロックの最終フラグを
「ブロック最終」にオーバーライトにより設定する。次
に、ステップＳ６２へ進む。

【０１３６】ステップＳ６２において、データ処理装置
１は、ファイルのヘッダーを更新する。すなわち、この
段階では、ファイルサイズが明らかとなっているので、
ファイルサイズの情報を含むヘッダーを新たに作成し
て、上述した仮のヘッダーを、ファイルサイズの情報を
含む新たなヘッダーに書き換える。

【０１３７】以上で、予めサイズが分かっていなかった
ファイルのメモリカード２への書き込みの処理が完了す
る。

【０１３８】１１．ファイルの更新 つぎに、メモリカード２に格納されているファイルを更
新する際の処理手順について説明する。

【０１３９】ファイルの更新時には、データの書き換え
の対象となるブロックと同じ論理アドレスを別のブロッ
クに付して、当該ブロックに対して新しいデータを書き
込む。このとき、古いデータが書かれているブロック
は、ファイルの更新が終了するまで開放せずに保持して
おく。これにより、ファイル更新中に障害が発生したと
しても、ファイル更新前の状態に復旧することが可能と
なる。

【０１４０】このようなファイル更新の手順の具体的な
例を図１６を参照して説明する。

【０１４１】図１６（ａ）に示すように、ファイルの先
頭が、論理アドレス「１」のブロックに格納され、ファ
イルの次の部分が、論理アドレス「２」のブロックに格
納され、ファイルの次の部分が、論理アドレス「３」の
ブロックに格納されていたとする。また、論理アドレス
「１」のブロックの識別番号は「６」、論理アドレス
「２」のブロックの識別番号は「４」、論理アドレス
「３」のブロックの識別番号は「１」であったとする。

【０１４２】そして、このような状態のときに、論理ア
ドレス「２」のブロックのデータを書き換えるとする。
このときは、先ず、図１６（ｂ）に示すように、空いて
いる別にブロックに論理アドレス「２」を割り当て、こ
のブロックに新しいデータを書き込む。ここで、新しい
データを書き込むブロックの識別番号には、古いデータ
が書き込まれているブロックの識別番号を１インクリメ
ントした値、すなわち「５」を設定する。

【０１４３】この段階では、同じ論理アドレスを持つブ
ロックが２つ存在していることとなる。そして、これら
の２つのブロックのうち、識別番号が大きい方のブロッ
クに格納されているデータが新しい方のデータであり、
識別番号が小さい方のブロックに格納されているデータ
が古い方のデータとなる。

【０１４４】そして、新しいデータの書き込みが正常に
完了したら、次に、図１６（ｃ）に示すように、古いデ
ータが書き込まれていたブロックを消去する。なお、こ
のときは、古いデータが書き込まれていたブロックに対
して消去処理を施すのではなく、該当するブロックのブ
ロックフラグを「未消去」にするだけにしておき、後か
ら適当なタイミングで、このブロックに対して消去処理
を施すようにしてもよい。

【０１４５】以上のような処理の手順について、図１７
に示すフローチャートを参照して、詳細に説明する。

【０１４６】ファイルを更新する際は、先ず、ステップ
Ｓ７１において、データ処理装置１は、更新の対象とな
るブロックを選択する。次に、ステップＳ７２へ進む。

【０１４７】ステップＳ７２において、データ処理装置
１は、更新の対象となるブロックの識別番号を読み出
し、その値を１インクリメントした値を、新しいデータ
を書き込むブロックの識別番号として設定する。また、
新しいデータを書き込むブロックの論理アドレスとし
て、更新の対象となるブロックの論理アドレスと同じ値
を設定する。次に、ステップＳ７３へ進む。

【０１４８】ステップＳ７３において、データ処理装置
１は、ブロックに書き込む新しいデータを準備する。次
に、ステップＳ７４に進む。

【０１４９】ステップＳ７４において、データ処理装置
１は、空いている物理アドレスを検索する。次に、ステ
ップＳ７５に進む。

【０１５０】ステップＳ７５において、データ処理装置
１は、データの変更が全て完了しているか否かを判別す
る。完了していなければ、ステップＳ７６へ進み、完了
していれば、ステップＳ７９へ進む。

【０１５１】ステップＳ７６において、データ処理装置
１は、次に続くブロックの論理アドレスを確保して、こ
の論理アドレスを連結アドレスとして設定する。次に、
ステップＳ７７へ進む。

【０１５２】ステップＳ７７において、データ処理装置
１は、これまでのステップで設定された情報等に基づい
て、新しいデータを書き込むブロックについての分散管
理情報を作成する。次に、ステップＳ７８へ進む。

【０１５３】ステップＳ７８において、データ処理装置
１は、ステップＳ７４で検索された物理アドレスのブロ
ックに、ページ単位で新しいデータを順次書き込む。こ
こで、処理の対象となっているブロックにファイルが納
まりきらない場合には、１ブロック分のデータがページ
単位で書き込まれる。また、処理の対象となっているブ
ロックにファイルが納まりきる場合には、必要なページ
分だけページ単位でデータが書き込まれる。なお、この
ステップＳ７８で、ブロックに書き込まれるのは、新し
いファイルのデータと、ステップＳ７７で作成された分
散管理情報とである。そして、このステップＳ７８の後
は、ステップＳ７３へ戻って処理を繰り返す。

【０１５４】一方、ステップＳ７９において、データ処
理装置１は、最後に更新の対象となっていたブロック
に、連結アドレスが設定されているか否かを判別する。
連結アドレスが設定されていなければ、ステップＳ８０
へ進み、連結アドレスが設定されていたならば、ステッ
プＳ８１へ進む。

【０１５５】ステップＳ８０において、データ処理装置
１は、最後に新しいデータを書き込んだブロックの最終
フラグを「ブロック最終」に設定する。次に、ステップ
Ｓ８２へ進む。

【０１５６】一方、ステップＳ８１において、データ処
理装置１は、最後に新しいデータを書き込んだブロック
の連結アドレスに、最後に更新の対象となっていたブロ
ックに設定されていた連結アドレスの値を設定する。次
に、ステップＳ８２へ進む。

【０１５７】ステップＳ８２において、データ処理装置
１は、ファイルのヘッダーを更新する。すなわち、ファ
イルの更新により、ファイルサイズが変更となっている
可能性があるので、新しいファイルサイズの情報を含む
ヘッダーを新たに作成して、ファイルのヘッダーを更新
する。次に、ステップＳ８３へ進む。

【０１５８】ステップＳ８３において、データ処理装置
１は、古いデータが書き込まれていたブロックを消去す
る。なお、このときは、古いデータが書き込まれていた
ブロックに対して消去処理を施すのではなく、該当する
ブロックのブロックフラグを「未消去」にするだけにし
ておき、後から適当なタイミングで、これらのブロック
に対して消去処理を施すようにしてもよい。

【０１５９】以上でファイルの更新処理が完了する。

【０１６０】１２．エラー検出訂正処理 以上のようなシステムでは、メモリカード２に新規ファ
イルを書き込んでいるときや、メモリカード２に格納さ
れているファイルを更新しているときなどに、いきなり
電源が遮断されたり、メモリカード２がデータ処理装置
１から強制的に取り外されたりすると、同じ論理アドレ
スを持つ複数のブロックが同時に存在するような状態
（すなわち論理アドレスエラー）となってしまったり、
或いは、連結アドレスで指し示されたブロックが存在し
ないような状態（すなわち連結アドレスエラー）となっ
てしまったりする可能性がある。

【０１６１】そこで、本発明を適用したシステムでは、
集合管理情報を構築する際に、論理アドレスエラーや連
結アドレスエラーを検出して訂正するエラー検出訂正処
理を行うようにする。以下、このエラー検出訂正処理に
ついて、詳細に説明する。

【０１６２】１２−１ エラー検出テーブル 本発明を適用したシステムでは、集合管理情報を構築す
る際に、論理アドレスエラーや連結アドレスエラーの検
出を行う。そして、連結アドレスエラーを検出するため
に使用するテーブルとして、エラー検出テーブルを使用
する。エラー検出テーブルは、連結アドレスエラーの検
出にだけ使用されるテーブルであり、エラー検出訂正処
理を行う際に、データ処理装置１の内部メモリ４に一時
的に確保される。エラー検出テーブルのために確保され
ていた領域は、エラー検出訂正処理が終了した後、開放
される。

【０１６３】このエラー検出テーブルは、図１８に示す
ように、１論理アドレスに対して、各ブロックの連結状
態を示す１ビットの領域を備えたテーブルである。換言
すれば、エラー検出テーブルは、１エントリあたり１ビ
ットとなっており、各エントリは論理アドレスの連結状
態を「０」又は「１」で示す。処理の対象となるブロッ
クがＮ個ある場合、このエラー検出テーブルが占める領
域は、Ｎ／８バイトとなる。

【０１６４】このエラー検出テーブルは、集合管理情報
を構築しているときと、集合管理情報の構築が終了した
ときとで、各ブロックの連結状態を示す値の意味合いが
異なる。

【０１６５】集合管理情報を構築している最中におい
て、連結状態を示す値が「０」のとき、そのエントリ
は、正常な状態であることを示しているか、或いは、当
該エントリに対応する論理アドレスが、現在処理の対象
となっているブロックまでの間に他のブロックの連結ア
ドレスで指定されていないことを示している。この状態
のときは、今後の処理が進むに従って、値が「１」にな
る可能性があり、連結アドレスエラーであるかどうか不
確定な状態である。

【０１６６】また、集合管理情報を構築している最中に
おいて、連結状態を示す値が「１」のとき、そのエント
リは、当該エントリに対応する論理アドレスが、現在処
理の対象となっているブロックまでの間に他のブロック
の連結アドレスとして指定されているが、物理アドレス
に対応していない状態を示す。この状態のときは、今後
の処理が進むに従って、値が「０」になる可能性があ
り、連結アドレスエラーであるかどうか不確定な状態で
ある。

【０１６７】一方、集合管理情報の構築が終了した段階
で、連結状態を示す値が「１」のとき、そのエントリ
は、当該エントリに対応する論理アドレスが連結アドレ
スとして指定されているのに、対応する物理アドレスが
存在しないことを示している。したがって、この状態の
ときは、連結アドレスエラーである。

【０１６８】また、集合管理情報の構築が終了した段階
で、連結状態を示す値が「０」のとき、そのエントリ
は、当該エントリに対応する論理アドレスに関する連結
が正常な状態となっていることを示している。

【０１６９】１２−２ 連結アドレスエラーの検出 つぎに、以上のようなエラー検出テーブルを用いて行わ
れる、連結アドレスエラーの検出について、具体的な例
を挙げて説明する。

【０１７０】例えば、図１９に示すように、物理アドレ
ス「１０」のブロックについて、その論理アドレスが
「１」、その連結アドレスが「３」であり、また、物理
アドレス「１７」のブロックについて、その論理アドレ
スが「３」、その連結アドレスが「２」であったとす
る。また、論理アドレスが「２」のブロックは存在しな
いとする。

【０１７１】このとき、集合管理情報の再構築の処理が
行われると、集合管理情報の再構築に伴って、図２０に
示すように、連結アドレスエラーの検出が行われる。

【０１７２】先ず、初期状態では、図２０（ａ）に示す
ように、論理アドレス「１」「２」「３」のそれぞれに
ついて、エラー検出テーブルの値は、すべて初期値
「０」とする。また、集合管理情報の変換テーブルも、
全て初期値「0xffff」とする。このとき、集合管理情報
の連結テーブルは、全く値が入っていない状態とする。

【０１７３】次に、論理アドレス「１」のブロックにつ
いての情報を読み込む。これにより、図２０（ｂ）に示
すように、論理アドレス「１」に対応する変換テーブル
の値は、論理アドレス「１」のブロックの物理アドレス
の値、すなわち「１０」とされる。また、論理アドレス
「１」に対応する連結テーブルの値は、論理アドレス
「１」のブロックの連結アドレスの値、すなわち「３」
とされる。

【０１７４】次に、論理アドレス「１」に対応する連結
テーブルの値が指し示す論理アドレス「３」のエントリ
を確認する。このとき、論理アドレス「３」のエントリ
には、物理ブロックが割り当てられていないので、図２
０（ｃ）に示すように、論理アドレス「３」に対応する
エラー検出テーブルの値を「１」とする。また、論理ア
ドレス「３」に対応する変換テーブルの値は、連結元の
論理アドレスの値、すなわち「１」とする。

【０１７５】次に、エラー検出テーブルの値が「１」と
なっている論理アドレス「３」のブロックについて、そ
の情報を読み込む。このとき、論理アドレス「３」のブ
ロックは存在しており、当該ブロックの情報は正常に読
み込むことができる。したがって、図２０（ｄ）に示す
ように、論理アドレス「３」に対応するエラー検出テー
ブルの値を「０」とする。また、このとき、論理アドレ
ス「３」に対応する変換テーブルの値は、論理アドレス
「３」のブロックの物理アドレスの値、すなわち「１
７」とする。また、論理アドレス「３」に対応する連結
テーブルの値は、論理アドレス「３」のブロックの連結
アドレスの値、すなわち「２」とする。

【０１７６】次に、論理アドレス「３」に対応する連結
テーブルの値が指し示す論理アドレス「２」のエントリ
を確認する。このとき、論理アドレス「２」のエントリ
には、物理ブロックが割り当てられていないので、図２
０（ｅ）に示すように、論理アドレス「２」に対応する
エラー検出テーブルの値を「１」とする。また、論理ア
ドレス「２」に対応する変換テーブルの値は、連結元の
論理アドレスの値、すなわち「３」とする。

【０１７７】次に、エラー検出テーブルの値が「１」と
なっている論理アドレス「２」のブロックについて、そ
の情報の読み込みを試みる。しかしながら、論理アドレ
スが「２」のブロックは存在していないので、この段階
で、連結アドレスエラーであることが判明する。

【０１７８】１２−３ エラー訂正処理 本発明を適用したシステムにおいて、論理アドレスエラ
ーに対するエラー訂正処理は、以下のように行う。

【０１７９】論理アドレスエラーが生じているときに
は、同じ論理アドレスを持つブロックをそれぞれ調べ
る。そして、ブロックとして完全なものが１つしかない
場合には、完全なブロックを生かして、残りのブロック
は無効とする。

【０１８０】また、同じ論理アドレスを持つ完全なブロ
ック（ブートブロックを除く。）が複数ある場合には、
識別番号を比較して値が小さい方のブロックを生かす。
なお、一方のブロックの識別番号が「２５５」であり、
他方のブロックの識別番号が「０」の場合には、識別番
号が「２５５」のブロックを生かすようにする。

【０１８１】なお、通常は、同じ論理アドレスを持つブ
ロックが複数あったとしても、それらの識別番号の差は
１である。この条件に当てはまらないような場合には、
システムの側で自動的にエラー訂正処理を行うのではな
く、手動復旧モードとする。

【０１８２】また、本発明を適用したシステムにおい
て、連結アドレスエラーが生じた場合には、メモリカー
ド２を使用するアプリケーションソフトウェアやメモリ
カード２に格納するデータ等に応じた適切なエラー訂正
処理を行うようにする。具体的には、例えば、以下に挙
げるようなエラー訂正処理を行うようにすればよい。

【０１８３】すなわち、例えば、最後の連結アドレスが
指し示すブロックとして新規ブロックを割り当てる。そ
して、最後のブロックのデータを正しく読めるページま
で読み込んで、そのページまでのデータを新規ブロック
にコピーする。このとき、新規ブロックの最終フラグは
「ブロック最終」としておく。このようなエラー訂正処
理は、対象となるデータが音楽データ等のようにデータ
の途中でも意味があるデータの場合に、特に好適であ
る。

【０１８４】或いは、例えば、連結アドレスエラーが生
じたブロックを含むファイル全体を削除する。このよう
なエラー訂正処理は、対象となるデータがプログラムや
画像データ等のようにデータの途中では意味をなさない
データである場合に、特に好適である。

【０１８５】１２−４ 集合管理情報の構築とエラー検
出訂正処理 本発明を適用したシステムにおいて、物理アドレスエラ
ーや連結アドレスエラーが発生するのは、データ更新処
理の途中に何らかの障害が発生した場合である。そし
て、本発明を適用したシステムでは、上述したように、
データ更新処理に先だってメモリカード２に格納されて
いる集合管理情報を無効にするようにしている。したが
って、物理アドレスエラーや連結アドレスエラーが発生
するときには、集合管理情報が無効となっている。そし
て、集合管理情報が無効となっているときには、次にメ
モリカード２を起動するときに、全てのブロックの分散
管理情報を調べ直して集合管理情報を再構築する処理が
必ず行われる。

【０１８６】そこで、このシステムでは、集合管理情報
を再構築する際に、全てのブロックを調べ直すというこ
とに着目し、このときにエラー検出訂正処理を同時に行
う。換言すれば、集合管理情報が有効となっているとき
には、物理アドレスエラーや連結アドレスエラーが発生
している可能性はないので、このときにはエラー検出訂
正処理を行わない。すなわち、この方法では、集合管理
情報の再構築時にだけ、エラー検出訂正処理を行う。こ
れにより、エラー検出訂正処理のためにメモリカード２
に余分にアクセスする必要がなくなる。その結果、例え
ば、メモリカード２の速やかな起動が可能となる。

【０１８７】このエラー検出訂正処理は、以下のような
手順によって行われる。

【０１８８】（１）データ処理装置１の内部メモリ４上
の変換テーブルを全て「0xffff」で初期化する。また、
内部メモリ４上にエラー検出テーブルの領域を確保し、
当該エラー検出テーブルを全て「０」で初期化する。

【０１８９】（２）ブロックの先頭に移動する。

【０１９０】（３）ブロックから分散管理情報を読み込
み、当該分散管理情報を用いてビットマップテーブルを
構築する。このとき、可／不可フラグが「使用不可」で
あるか、或いはブロックフラグが「未使用」又は「未消
去」である場合には、ビットマップテーブルの作成が終
了したら、次のブロックへ移動して処理を繰り返す。

【０１９１】（４）ブロックの論理アドレス（以下、論
理アドレスＡとする。）と、連結アドレス（以下、論理
アドレスＢとする。）とを調べる。

【０１９２】（５）論理アドレスＡが「0xffff」の場合
は、次のブロックへ移動し、（３）へ戻って処理を繰り
返す。

【０１９３】（６）エラー検出テーブルの論理アドレス
Ａの欄を調べる。エラー検出テーブルの論理アドレスＡ
の欄が「１」となっている場合は、「０」に書き換える
とともに、変換テーブルの論理アドレスＡの欄に、論理
アドレス「Ａ」のブロックの物理アドレスを書き込む。
また、エラー検出テーブルの論理アドレスＡの欄が
「０」となっている場合は、変換テーブルの論理アドレ
スＡの欄を調べる。そして、変換テーブルの論理アドレ
スＡの値が「0xffff」のときは、そこに、論理アドレス
Ａのブロックの物理アドレスを書き込む。

【０１９４】なお、変換テーブルの論理アドレスＡの値
として、「0xffff」以外の値が既に入っている場合は、
論理アドレスエラーが発生している場合であるので、論
理アドレスエラーに対するエラー訂正処理を行う。

【０１９５】（７）連結テーブルの論理アドレスＡの欄
に、論理アドレスＢの値を記入する。

【０１９６】（８）最終フラグが「ブロック最終」とな
っているかを調べる。「ブロック最終」となっていれ
ば、連結アドレスは無効なので、次のブロックに移動
し、（３）へ戻って処理を繰り返す。

【０１９７】（９）論理アドレスＢに物理アドレスが対
応しているかどうかを、変換テーブルを用いて確認す
る。変換テーブルの論理アドレスＢの値が「0xffff」以
外の場合は、論理アドレスＢに物理アドレスが対応して
いる。一方、変換テーブルの論理アドレスＢの値が「0x
ffff」の場合は、現在のブロックまでの段階では、論理
アドレスＢに物理アドレスが対応していない。このとき
は、エラー検出テーブルの論理アドレスＢの欄に「１」
を書き込むとともに、変換テーブルの論理アドレスＢの
欄に論理アドレスＡの値を記入する。その後、次のブロ
ックに移動し、（３）へ戻って処理を繰り返す。

【０１９８】なお、変換テーブルの論理アドレスＢの値
が「0xffff」となっても、ブロックの途中までしか処理
を行っていない段階では、論理アドレスＢに物理アドレ
スが本当に対応していないのかは明らかではない。すな
わち、論理アドレスＢに物理アドレスが本当に対応して
いない場合と、今後処理を進めて行くに従って、対応す
るブロックが現れる場合との２通りがあり得る。

【０１９９】（１０）全てのブロックに対して処理を行
った後、エラー検出テーブルを参照する。エラー検出テ
ーブルの値が「１」となっている論理アドレスは、物理
アドレスが対応していない。すなわち、連結アドレスエ
ラーが発生している。このときは、変換テーブル内に連
結元のブロックの論理アドレスが格納されているので、
これを用いて元ブロックを特定し、適切なエラー訂正処
理を行う。なお、エラー訂正処理を行った後は、エラー
検出テーブルの値を「０」にし、該当する変換テーブル
の値を「0xffff」にしておく。

【０２００】本発明を適用したシステムでは、以上のよ
うに、集合管理情報を構築するときにエラー検出訂正処
理を行う。以下、このような集合管理情報の構築及びエ
ラー検出訂正処理の具体的な方法について、図２１乃至
図２３に示すフローチャートを参照して、更に詳細に説
明する。

【０２０１】なお、ここでは、変数としてＩ，Ａ，Ｂ，
Ｃ，Ｄ，Ｔ（Ｉ）を使用し、定数としてＮを使用する。
変数Ｉは、物理アドレスが入力される変数であり、変数
Ａは、論理アドレスが入力される変数であり、変数Ｂ
は、連結アドレスが入力される変数であり、変数Ｃ，Ｄ
は、識別番号の値が入力される変数であり、変数Ｔ
（Ｉ）は、論理アドレス「Ｉ」に対応するエラー検出テ
ーブルの値を示す変数である。また、定数Ｎは、総ブロ
ック数を示す定数である。

【０２０２】集合管理情報を構築する際は、図２１のス
テップＳ１０１において、データ処理装置１は、変換テ
ーブルを初期化し、全ての値を「0xffff」とする。次に
ステップＳ１０２へ進む。

【０２０３】ステップＳ１０２において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルを初期化し、全ての値を
「０」とする。次にステップＳ１０３へ進む。

【０２０４】ステップＳ１０３において、データ処理装
置１は、変数Ｉに「０」を代入する。次にステップＳ１
０４へ進む。

【０２０５】ステップＳ１０４において、データ処理装
置１は、物理アドレス「Ｉ」のブロックの分散管理情報
をメモリカード２から読み込む。次にステップＳ１０５
へ進む。

【０２０６】ステップＳ１０５において、データ処理装
置１は、ステップＳ１０４で読み込んだ分散管理情報の
可／不可フラグを参照して、物理アドレス「Ｉ」のブロ
ックが使用可能か否かを判別する。使用可能であれば、
ステップＳ１０６へ進み、使用不可能であれば、ステッ
プＳ１２９へ進む。

【０２０７】ステップＳ１０６において、データ処理装
置１は、ステップＳ１０４で読み込んだ分散管理情報の
ブロックフラグを参照して、物理アドレス「Ｉ」のブロ
ックが使用中であるか否かを判別する。具体的には、ブ
ロックフラグが「先頭使用」又は「使用」になっている
か否かを判別する。ブロックフラグが「先頭使用」又は
「使用」になっており、当該ブロックが使用中であれ
ば、ステップＳ１０７へ進む。また、当該ブロックが使
用中でなければ、ステップＳ１２９へ進む。

【０２０８】ステップＳ１０７において、データ処理装
置１は、物理アドレス「Ｉ」のブロックについての情報
をビットマップテーブルに加える。次に、ステップＳ１
０８へ進む。

【０２０９】ステップＳ１０８において、データ処理装
置１は、ステップＳ１０４で読み出した分散管理情報に
基づいて、物理アドレス「Ｉ」のブロックの論理アドレ
スを変数Ａに代入し、物理アドレス「Ｉ」のブロックの
連結アドレスを変数Ｂに代入する。次にステップＳ１０
９へ進む。

【０２１０】ステップＳ１０９において、データ処理装
置１は、Ａの値が「0xffff」であるか否かを判別する。
「0xffff」でなければ、ステップＳ１１０へ進み、「0x
ffff」であれば、図２２のステップＳ１２０へ進む。

【０２１１】ステップＳ１１０において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ａ」の値
を調べる。次にステップＳ１１１へ進む。

【０２１２】ステップＳ１１１において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ａ」の値
が「１」であるかを判別する。「１」であれば、ステッ
プＳ１１２へ進み、「１」でなければステップＳ１３０
へ進む。

【０２１３】ステップＳ１１２において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ａ」の値
を「０」に書き換える。次に、ステップＳ１１３へ進
む。

【０２１４】ステップＳ１１３において、データ処理装
置１は、変換テーブルの論理アドレス「Ａ」の欄に、変
数「Ｉ」（すなわち物理ブロック「Ｉ」）を書き込む。
次に、ステップＳ１１４へ進む。

【０２１５】ステップＳ１１４において、データ処理装
置１は、連結テーブルの論理アドレス「Ａ」の欄に、変
数「Ｂ」（すなわち連結アドレス「Ｂ」）を書き込む。
次に、ステップＳ１１５へ進む。

【０２１６】ステップＳ１１５において、データ処理装
置１は、最終フラグが「ブロック最終」になっているか
否かを判別する。「ブロック最終」になっていなけれ
ば、ステップＳ１１６へ進み、「ブロック最終」になっ
ていれば、図２２のステップＳ１２０へ進む。

【０２１７】ステップＳ１１６において、データ処理装
置１は、論理アドレス「Ｂ」に対応する変換テーブルの
値を調べる。次に、ステップＳ１１７へ進む。

【０２１８】ステップＳ１１７において、データ処理装
置１は、論理アドレス「Ｂ」に対応する変換テーブルの
値が「0xffff」であるかを判別する。「0xffff」であれ
ば、ステップＳ１１８へ進み、「0xffff」でなければ、
図２２のステップＳ１２０へ進む。

【０２１９】ステップＳ１１８において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ｂ」の欄
を「１」に書き換える。次に、ステップＳ１１９へ進
む。

【０２２０】ステップＳ１１９において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ｂ」の欄
に、論理アドレス「Ａ」を書き込む。次に、図２２のス
テップＳ１２０へ進む。

【０２２１】図２２のステップＳ１２０において、デー
タ処理装置１は、変数Ｉの値と、総ブロック数を示す定
数Ｎの値とを比較する。Ｉ＜Ｎでなければ、ステップＳ
１２１へ進み、Ｉ＜Ｎであれば、ステップＳ１２８へ進
む。

【０２２２】ステップＳ１２１において、データ処理装
置１は、変数Ｉに「０」を代入する。次にステップＳ１
２２へ進む。

【０２２３】ステップＳ１２２において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ｉ」の値
を示す変数Ｔ（Ｉ）が「１」であるかを判別する。
「１」でなければステップＳ１２３へ進み、「１」であ
ればステップＳ１２５へ進む。

【０２２４】ステップＳ１２３において、データ処理装
置１は、変数Ｉの値と、総ブロック数を示す定数Ｎの値
とを比較する。Ｉ＝Ｎであれば、これで処理を終了す
る。Ｉ＝Ｎでなければ、ステップＳ１２４へ進む。

【０２２５】ステップＳ１２４において、データ処理装
置１は、変数Ｉの値を１インクリメントする。その後、
ステップＳ１２２へ戻って処理を繰り返す。

【０２２６】また、ステップＳ１２２で変数Ｔ（Ｉ）が
「１」であったときは、上述したようにステップＳ１２
５へ進む。このステップＳ１２５に進むのは、連結アド
レスエラーが生じていたときである。そこで、ステップ
Ｓ１２５において、データ処理装置１は、連結アドレス
エラーに対する所定のエラー訂正処理を行う。ここで
は、上述したように、メモリカード２を使用するアプリ
ケーションソフトウェアやメモリカード２に格納するデ
ータ等に応じた適切なエラー訂正処理を行うようにす
る。そして、エラー訂正処理が完了したら、ステップＳ
１２６へ進む。

【０２２７】ステップＳ１２６において、データ処理装
置１は、エラー検出テーブルの論理アドレス「Ｉ」の値
を「０」にする。次に、ステップＳ１２７へ進む。

【０２２８】ステップＳ１２７において、データ処理装
置１は、変換テーブルの論理アドレス「Ｉ」の欄を「0x
ffff」に書き換える。その後、ステップＳ１２３へ進
み、上述した処理を行う。

【０２２９】また、ステップＳ１２０でＩ＜Ｎであった
ときは、上述したようにステップＳ１２８へ進む。この
ステップＳ１２８へ進むのは、全ブロックについての分
散管理情報の読み出しが完了していないときである。そ
こで、このステップＳ１２８において、データ処理装置
１は、変数Ｉの値を１インクリメントし、その後、図２
１のステップＳ１０４へ戻って処理を繰り返す。

【０２３０】また、図２１のステップＳ１０５で物理ア
ドレス「Ｉ」のブロックが使用不可能であったとき、及
びステップＳ１０６で物理アドレス「Ｉ」のブロックが
使用中でなかったときは、上述したようにステップＳ１
２９へ進む。

【０２３１】ステップＳ１２９において、データ処理装
置１は、物理アドレス「Ｉ」のブロックについての情報
をビットマップテーブルに加える。その後、図２２のス
テップＳ１２０へ進み、上述した処理を行う。

【０２３２】また、図２１のステップＳ１１１でエラー
検出テーブルの論理アドレス「Ａ」の値が「１」でなか
ったときは、上述したようにステップＳ１３０へ進む。
このステップＳ１３０において、データ処理装置１は、
変換テーブルの論理アドレス「Ａ」の値を調べる。次
に、ステップＳ１３１へ進む。

【０２３３】ステップＳ１３１において、データ処理装
置１は、変換テーブルの論理アドレス「Ａ」の値が「0x
ffff」であるかを判別する。「0xffff」であれば、ステ
ップＳ１１３へ進んで上述した処理を行い、「0xffff」
でなければ、図２３のステップＳ１３２へ進む。

【０２３４】図２３のステップＳ１３２に進むのは、論
理アドレスエラーが生じて、論理アドレス「Ａ」を持つ
ブロックが２つ存在しているときである。そこで、ステ
ップＳ１３２において、データ処理装置１は、論理アド
レス「Ａ」を持つ２つのブロックの識別番号を読み出
す。そして、一方のブロックの識別番号が読み出せた
ら、その値を変数Ｃに代入する。また、他方のブロック
の識別番号が読み出せたら、その値を変数Ｄに代入す
る。次にステップＳ１３３へ進む。

【０２３５】ステップＳ１３３において、データ処理装
置１は、ステップＳ１３２での識別番号の読み出しが正
常に行えたかを判別する。変数Ｃに代入される識別番号
だけが読み出せたときは、ステップＳ１３４へ進み、そ
れ以外のときは、ステップＳ１３７へ進む。

【０２３６】ステップＳ１３４において、データ処理装
置１は、変数Ｄに対応するブロックのブロックフラグを
「未消去」にする。次にステップＳ１３５へ進む。

【０２３７】ステップＳ１３５において、データ処理装
置１は、ステップＳ１３４での処理、すなわち変数Ｄに
対応するブロックのブロックフラグを「未消去」にする
処理が成功したかを判別する。成功していれば、図２１
のステップＳ１１３へ戻って上述した処理を行い、成功
していなければ、ステップＳ１３６へ進む。

【０２３８】ステップＳ１３６において、データ処理装
置１は、変数Ｄに対応するブロックの可／不可フラグを
「使用不可」にする。その後、図２１のステップＳ１１
３へ戻って上述した処理を行う。

【０２３９】また、ステップＳ１３７において、データ
処理装置１は、ステップＳ１３２での識別番号の読み出
しが正常に行えたかを判別する。変数Ｄに代入される識
別番号だけが読み出せたときは、ステップＳ１３８へ進
み、それ以外のときは、ステップＳ１４１へ進む。

【０２４０】ステップＳ１３８において、データ処理装
置１は、変数Ｃに対応するブロックのブロックフラグを
「未消去」にする。次にステップＳ１３９へ進む。

【０２４１】ステップＳ１３９において、データ処理装
置１は、ステップＳ１３８での処理、すなわち変数Ｃに
対応するブロックのブロックフラグを「未消去」にする
処理が成功したかを判別する。成功していれば、図２１
のステップＳ１１３へ戻って上述した処理を行い、成功
していなければ、ステップＳ１４０へ進む。

【０２４２】ステップＳ１４０において、データ処理装
置１は、変数Ｃに対応するブロックの可／不可フラグを
「使用不可」にする。その後、図２１のステップＳ１１
３へ戻って上述した処理を行う。

【０２４３】また、ステップＳ１４１において、データ
処理装置１は、ステップＳ１３２での識別番号の読み出
しが正常に行えたかを判別する。変数Ｃに代入される識
別番号と、変数Ｄに代入される識別番号との両方が正常
に読み出せたときは、ステップＳ１４２へ進む。一方、
両方とも読み出せなかったときには、手動復旧モードに
移行し、手動にてエラーの訂正に必要な適切な処理を行
うようにする。

【０２４４】ステップＳ１４２において、データ処理装
置１は、変数Ｃの値と、変数Ｄの値に「１」を加えた値
とを比較する。これらの値が等しければ、ステップＳ１
３４へ進み上述した処理を行い、これらの値が等しくな
ければ、ステップＳ１４３へ進む。

【０２４５】ステップＳ１４３において、データ処理装
置１は、変数Ｄの値と、変数Ｃの値に「１」を加えた値
とを比較する。これらの値が等しければ、ステップＳ１
３８へ進み上述した処理を行う。一方、これらの値が等
しくないときは、手動復旧モードに移行し、手動にてエ
ラーの訂正に必要な適切な処理を行うようにする。

【０２４６】以上のような処理により、集合管理情報の
再構築時に、エラー検出訂正処理が同時に行われる。こ
れにより、上述したように、エラー検出訂正処理のため
にメモリカード２に余分にアクセスする必要がなくな
る。すなわち、本発明を適用したシステムでは、データ
の書き込みが正常に終了し有効な集合管理情報がメモリ
カード２に書き戻されている場合には、エラー検出訂正
処理は実行されない。

【０２４７】このように、本発明を適用したシステムで
は、不要なエラー検出訂正処理を行わないので、メモリ
カード２へのアクセスの高効率化を図ることができる。
特に、上記エラー検出訂正処理は、分散管理情報から集
中管理情報を構築する作業と同時に行われるため、メモ
リカード２へのアクセスが最小限にとどめられる。

【０２４８】また、本発明を適用したシステムでは、メ
モリカード２の各ブロックに識別番号を付し、この識別
番号を用いて論理アドレスエラーに対処するようにして
いるので、データ更新処理を安全に行うことができる。
すなわち、データ更新処理時に何らかのエラーが発生し
て、同じ論理アドレスを持つブロックが複数存在するよ
うになってしまっても、識別番号を用いることで、デー
タ更新処理前の状態のデータを復旧することができる。
更に、本発明を適用したシステムでは、エラー検出テー
ブルを用いることで、連結アドレスエラーを検出するこ
ともでき、しかも連結先の存在しないブロックを検出す
ることもできる。

【０２４９】

【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明によ
れば、外部記憶装置に論理アドレスエラーや連結アドレ
スエラーが生じても、それらのエラーを検出し適切に修
復することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が適用されるシステムの全体構成を示す
図である。

【図２】本発明を適用したメモリカードの構成を示すブ
ロック図である。

【図３】本発明を適用したメモリカードの外観を示す斜
視図である。

【図４】本発明を適用したメモリカードの記憶領域の構
造を示す図である。

【図５】分散管理情報の構成を示す図である。

【図６】追加管理情報の構成を示す図である。

【図７】各ブロックの分散管理情報から集合管理情報を
構築する様子を示す図である。

【図８】集合管理情報の構成を示す図である。

【図９】変換テーブルを示す図である。

【図１０】連結テーブルを示す図である。

【図１１】メモリカード起動時の手順を示すフローチャ
ートである。

【図１２】データ更新処理時の手順を示すフローチャー
トである。

【図１３】終了処理の手順を示すフローチャートであ
る。

【図１４】サイズが分かっているファイルをメモリカー
ドに書き込むときの手順を示すフローチャートである。

【図１５】サイズが分かっていないファイルをメモリカ
ードに書き込むときの手順を示すフローチャートであ
る。

【図１６】ファイル更新の手順について、具体的な例を
挙げて示す概念図である。

【図１７】ファイル更新の手順を示すフローチャートで
ある。

【図１８】エラー検出テーブルを示す図である。

【図１９】ブロック間の連結状態の具体的な例を示す図
である。

【図２０】連結アドレスエラー検出の例として、ブロッ
ク間の連結状態が図１９に示した状態のときの処理の流
れを示す図である。

【図２１】集合管理情報の構築とエラー検出訂正処理の
手順を示すフローチャートである。

【図２２】集合管理情報の構築とエラー検出訂正処理の
手順を示すフローチャートである。

【図２３】集合管理情報の構築とエラー検出訂正処理の
手順を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１ データ処理装置、 ２ メモリカード、 ３ 演算
処理装置、 ４ 内部メモリ、 ５ 補助記憶装置、
６ シリアルインターフェース回路、 ７ バス、 １
１ コントローラ、 １２ フラッシュメモリ、 １３
シリアル／パラレル・パラレル／シリアル・インター
フェース・シーケンサ、 １４ フラッシュメモリ・イ
ンターフェース・シーケンサ、 １５ ページバッフ
ァ、 １６エラー訂正回路、 １７ コマンドジェネレ
ータ、 １８ コンフィグレーションＲＯＭ、 １９
発振器、 ２０ 誤消去防止スイッチ

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なり、各ブロックに対して論理アドレスが割り当てられ
   る外部記憶装置であって、 各ブロックには、データと共に当該データの新旧を示す
   識別番号が格納され、 同じ論理アドレスを持つ複数のブロックが存在する場合
   には、上記識別番号に基づいて、それらのブロックに格
   納されているデータの新旧が判別され、新しい方のデー
   タは無効なデータとされ、古い方のデータが有効なデー
   タとされることを特徴とする外部記憶装置。
2. 【請求項２】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なり、各ブロックに対して論理アドレスが割り当てられ
   るとともに、ブロックに格納するデータをブロック毎に
   管理するための情報である分散管理情報が各ブロックに
   それぞれ格納され、全ブロックを管理するための情報で
   ある集合管理情報が各ブロックの分散管理情報から生成
   され、ブロック全体が上記集合管理情報に基づいて管理
   される外部記憶装置において、 データがファイル単位で格納されるとともに、一つのフ
   ァイルが複数のブロックにわたる場合には、当該ファイ
   ルを格納しているブロックのそれぞれに次のブロックの
   論理アドレスが連結アドレスとして格納され、 上記集合管理情報が生成されるときに、連結アドレスが
   指し示す論理アドレスを持つブロックが存在するか否か
   が調べられることを特徴とする外部記憶装置。
3. 【請求項３】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なる外部記憶装置にデータを格納する際に、ブロックに
   論理アドレスを割り当ててデータを格納するとともに、
   データが格納されるブロックに当該データの新旧を示す
   識別番号を格納し、 上記外部記憶装置からデータを読み出す際に、同じ論理
   アドレスを持つ複数のブロックが存在する場合には、上
   記識別番号に基づいて、それらのブロックに格納されて
   いるデータの新旧を判別し、新しい方のデータは無効な
   データとし、古い方のデータを有効なデータとすること
   を特徴とするデータ処理装置。
4. 【請求項４】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なる外部記憶装置に対して、各ブロックに論理アドレス
   を割り当ててデータを格納するデータ処理装置であっ
   て、 上記外部記憶装置に格納するデータをブロック毎に管理
   するための情報である分散管理情報を各ブロックにそれ
   ぞれ格納するとともに、全ブロックを管理するための情
   報である集合管理情報を各ブロックの分散管理情報から
   生成して当該集合管理情報に基づいてブロック全体を管
   理し、 上記外部記憶装置にデータをファイル単位で格納する際
   に、一つのファイルが複数のブロックにわたる場合に
   は、当該ファイルが格納されるブロックのそれぞれに次
   のブロックの論理アドレスを連結アドレスとして格納
   し、 上記集合管理情報を生成するときに、連結アドレスが指
   し示す論理アドレスを持つブロックが存在するか否かを
   調べることを特徴とするデータ処理装置。
5. 【請求項５】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なる外部記憶装置にデータを格納する際に、ブロックに
   論理アドレスを割り当ててデータを格納するとともに、
   データが格納されるブロックに当該データの新旧を示す
   識別番号を格納し、 上記外部記憶装置からデータを読み出す際に、同じ論理
   アドレスを持つ複数のブロックが存在する場合には、上
   記識別番号に基づいて、それらのブロックに格納されて
   いるデータの新旧を判別し、新しい方のデータは無効な
   データとし、古い方のデータを有効なデータとすること
   を特徴とするデータ処理方法。
6. 【請求項６】 記憶領域が複数のブロックに分割されて
   なる外部記憶装置に対して、各ブロックに論理アドレス
   を割り当ててデータを格納する際に、 上記外部記憶装置に格納するデータをブロック毎に管理
   するための情報である分散管理情報を各ブロックにそれ
   ぞれ格納するとともに、全ブロックを管理するための情
   報である集合管理情報を各ブロックの分散管理情報から
   生成して当該集合管理情報に基づいてブロック全体を管
   理し、 上記外部記憶装置にデータをファイル単位で格納する際
   に、一つのファイルが複数のブロックにわたる場合に
   は、当該ファイルが格納されるブロックのそれぞれに次
   のブロックの論理アドレスを連結アドレスとして格納
   し、 上記集合管理情報を生成するときに、連結アドレスが指
   し示す論理アドレスを持つブロックが存在するか否かを
   調べることを特徴とするデータ処理方法。