JPH11161562A

JPH11161562A - Ｉｃカード及びｉｃカードのメモリ管理方法

Info

Publication number: JPH11161562A
Application number: JP9330600A
Authority: JP
Inventors: Takeshi Tanaka; 武田中; Yoshiyuki Okuma; 喜之大熊
Original assignee: NTT Data Corp
Current assignee: NTT Data Group Corp
Priority date: 1997-12-01
Filing date: 1997-12-01
Publication date: 1999-06-18

Abstract

(57)【要約】【課題】電源変動に頑健な非接触型ＩＣカードを提供
する。【解決手段】ＩＣチップ１０内にメモリ部１２とＣＰ
Ｕ１１を持つ。ＥＥＰＲＯＭ１２２内の特定のデータ領
域のデータ更新処理を行う場合は、データ領域が属する
ファイルのディレクトリ領域及びディレクトリ管理領域
の情報をＲＡＭ１２２に退避させた後、データ領域内の
空きブロックにデータを書き込む。その後、ＲＡＭ１２
２内のディレクトリ領域におけるブロック使用状況を更
新し、更新後のディレクトリ領域の情報をＥＥＰＲＯＭ
１２２に書き込んだ後、ＲＡＭ１２２内のディレクトリ
管理領域を更新する。この更新が正常に終了したときは
ディレクトリ管理領域の情報をＥＥＰＲＯＭ１２２に復
帰させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ＩＣチップ内のメ
モリ領域を有効に管理することにより、当該メモリ領域
に保存されている情報を保護するＩＣカードのメモリ管
理技術に関する。

【０００２】

【従来の技術】ＩＣチップをカード媒体に埋め込んだＩ
Ｃカードには、接触型のものと非接触型のものとがあ
る。接触型ＩＣカードはＩＣチップ部分がカードリーダ
ライタ内で固定的に使用されるものであり、非接触型Ｉ
Ｃカードはカードリーダライタの位置に拘束されず、所
持者が任意に移動した状態で使用されるものである。両
者は、ＩＣチップへの電力供給の形態とその安定度が異
なる。すなわち、接触型ＩＣカードは使用時にリーダラ
イタ内で固定されるので安定的に電力供給がなされる
が、非接触型ＩＣカードでは、その位置によっては電力
供給断になる事態が発生する。

【０００３】このような電力供給の安定度の差は、ＩＣ
チップ内のメモリ管理方式の差として現れる。すなわ
ち、非接触型ＩＣカードでは電力供給の変動に強い物理
アドレス方式が採用され、接触型ＩＣカードではきめ細
かなメモリ管理が可能となる論理アドレス方式が採用さ
れる。物理アドレス方式は、メモリ管理が単純である反
面、ＩＣカードを利用するカードシステムが、特定のＩ
Ｃカードに依存したシステムになったり、記録するデー
タのアドレスを変更せざるを得ない場合が生じたときに
システムに大幅な改造が必要になる。従って、非接触型
ＩＣカードにおいても論理アドレス方式を採用できるよ
うにすることが望まれている。

【０００４】従来の論理アドレス方式の概要は、下記の
とおりである。前提として、メモリ部には、図１７に示
すようにＡファイルとＢファイルが格納されており、各
ファイルは、データ領域とディレクトリ領域からなるも
のとする。ディレクトリ領域の構成は図１８に示すとお
りであり、１つの物理ブロック内に、ファイルを識別す
るための「ファイルＩＤ」、データ領域の開始位置を示
す「先頭物理ブロック番号」、データの大きさを表す
「物理ブロック数」、既にデータが書き込まれているブ
ロック数を表す「有効物理ブロック数」、順編成、循環
順編成等の属性を表す「ファイル属性情報」、及び「誤
り検査情報」が格納されるようになっている。

【０００５】一方、データ領域は、１つあるいは複数の
物理ブロックによって構成され、各物理ブロックに、利
用者が記録したい任意のデータが格納されるようになっ
ている。データ領域内の少なくとも１つの物理ブロック
は、１つの論理ブロックに対応させることができる。個
々の論理ブロックは、図１９に示すように、「論理ブロ
ック番号」、「データ長」、「データ」及び「誤り検査
情報」によって構成される。図１９中、「論理ブロック
番号」は、“０”から始まり、順次“１”ずつ増加して
付与される。図２０に、６つの物理ブロックからなるデ
ータ領域に３つの論理ブロックが存在する例を示す。

【０００６】このようなメモリ構造を持つＩＣカードに
おいて、指定されたファイル内の指定された論理ブロッ
クのデータ更新処理が指示された場合、ＩＣチップ内の
ＣＰＵは、図２１に示す手順で処理を行う。

【０００７】すなわち、外部装置からのコマンドを受信
し（Ｓ２０１）、指定されたファイルＩＤに一致するフ
ァイルＩＤを持つディレクトリ領域を検索する（Ｓ２０
２）。ディレクトリ情報がない場合は（Ｓ２０３：Ｎ
ｏ）、外部装置に対してエラーレスポンスを送信して受
信待ち状態に戻る（Ｓ２０４）。ディレクトリ情報を取
得した場合は（Ｓ２０３：Ｙｅｓ）、ディレクトリ情報
内の開始物理ブロック番号から指定されたファイルのデ
ータ領域の開始位置を取得する（Ｓ２０５）。

【０００８】さらに、データ領域の開始物理ブロックか
ら、指定された論理ブロックを検索する（Ｓ２０６）。
指定された論理ブロックが存在する場合は（Ｓ２０７：
Ｙｅｓ）、その論理ブロックのデータを更新し（Ｓ２０
８）、外部装置に対して正常終了のレスポンスを送信し
て受信待ち状態に戻る（Ｓ２０９）。一方、指定された
論理ブロックが存在しない場合は（Ｓ２０７：Ｎｏ）、
外部装置に対してエラーレスポンスを送信し（Ｓ２１
０）、受信待ち状態に戻る。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】ところで、ＩＣチップ
内の書き換え可能なメモリへのアクセスは、データの読
出処理と更新処理とに大別される。更新処理は、さら
に、更新単位毎に対象領域をクリアにする処理（例え
ば、全て１６進データで「ＦＦ」、あるいは「００」に
する処理、以下、イレーズ処理と称する）と、実際にデ
ータを書き込む処理（以下、ライト処理と称する）とに
分けられる。この更新処理は、イレーズ処理、ライト処
理の順に実行され、ライト処理まで完了して初めて正常
にデータが書き換えられたことになる。

【００１０】従って、ライト処理が完了する前に電力断
等によって処理が中断された場合は、更新実行前のデー
タが破壊されるので、以降の検索処理やリード処理にお
いて、誤り検査で異常となり、論理ブロックが認識され
なくなる。特に、１つのファイル内の複数の論理ブロッ
クに対するデータの更新処理や、複数ファイル内の複数
の論理ブロックに対するデータの更新処理を行う際に、
上記電源断によって、処理が中断されると、ある論理ブ
ロックではデータが正常に書き換えられているが、他の
論理ブロックでは、データが破壊されていたり、あるい
はデータ更新前の状態を維持していたりする。

【００１１】例えば、１つのコマンドによって、Ａファ
イル内の２個の論理ブロックとＢファイル内の１個の論
理ブロックに対する更新処理が要求されたとする。この
とき、Ａファイルの２個目の論理ブロックの更新途中
に、電力断などによりＩＣ機能が停止した場合、Ａファ
イルの１個目の論理ブロックは、最新データに更新され
た状態であり、２個目の論理ブロックは、データ更新処
理中にＩＣ機能が停止したためデータが破壊された状態
であり、Ｂファイルの論理ブロックは、更新前の状態の
ままである。

【００１２】また、コマンドを送信した外部装置側で
は、ＩＣカードからのレスポンスが返ってこないことか
ら、何らかの異常が発生したと判断することはできる
が、どの論理ブロックまで正常に更新処理が完了したの
か、あるいはＩＣカードのメモリ状態がどのようになっ
ているかについては判断できない。このように、論理ア
ドレス方式は電力供給変動に弱いので、従来は、この論
理アドレス方式を非接触型ＩＣカードに採用することが
できなかった。

【００１３】そこで本発明の課題は、１つのファイル内
の複数の情報の更新処理や、複数ファイル内の複数の情
報に対する更新を可能にするコマンドの実行時に、電力
供給断などの要因により、指定された情報の破壊が生じ
たり、指定された情報の一部の更新成功後にＩＣ機能が
停止したために残りの情報が更新前の状態である場合で
あっても、コマンド実行前のメモリ部の状態を参照する
ことができるＩＣカードを提供することにある。本発明
の他の課題は、上記ＩＣカードによる改良されたメモリ
管理方法を提供することにある。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決する本発
明のＩＣカードは、カード媒体に埋め込まれたＩＣチッ
プ内に、不揮発性メモリと、この不揮発性メモリの更新
処理を行うメモリ制御手段とを備えて成る。前記不揮発
性メモリには、対象情報を保存するための情報領域と、
ワーク領域とが形成されており、前記メモリ制御手段
は、前記情報領域の更新処理の際に、更新前の情報領域
の内容を前記ワーク領域に退避した後に当該情報領域を
更新し、該更新が正常終了したときに前記ワーク領域内
の退避情報を前記情報領域の更新を反映した内容に更新
し、正常に更新された退避情報を前記情報領域に復帰さ
せるように構成されている。

【００１５】前記メモリ制御手段は、好ましくは、前記
ワーク領域内で正常に更新された退避情報を更新前の情
報領域以外の領域に復帰させ、更新前後の情報領域の内
容を併存させるように構成する。また、更新が正常終了
しなかったときに更新前の情報領域の内容を読み出すよ
うに構成する。

【００１６】本発明の他のＩＣカードは、前記情報領域
が、対象情報を保存するための第１情報領域と、少なく
とも前記第１情報領域の管理情報を保存するための第２
情報領域であり、前記メモリ制御手段は、前記第１情報
領域についての更新処理に先立って更新前の第２情報領
域の内容を前記ワーク領域に退避させ、該退避が正常終
了したときに前記第１情報領域の空き領域に対象情報を
保存し、該保存が正常終了したときに前記ワーク領域内
の退避情報を前記対象情報の保存を反映した内容に更新
し、正常に更新された退避情報を更新前の第２情報領域
と異なる領域に保存するように構成されていることを特
徴とする。

【００１７】なお、前記第１及び第２情報領域は、それ
ぞれ同一論理ブロックに対応可能な複数の物理ブロック
から成り、少なくとも前記第２情報領域における各物理
ブロックの更新の前後が、更新の度に変更される所定の
識別情報、例えばｎ個（ｎは２以上の自然数）の物理ブ
ロックに対してｎ＋１個以上存在し、それぞれ当該物理
ブロックの更新の度に変更される順序性をもつ情報によ
って識別できるようになっている。

【００１８】本発明の他のＩＣカードは、前記不揮発性
メモリに、データ保存用の複数のデータ領域、各データ
領域の管理情報を保存するための複数のディレクトリ領
域、各ディレクトリ領域の管理情報を保存するための複
数のディレクトリ管理領域、及びワーク領域が形成され
ており、前記メモリ制御手段が、特定のデータ領域の更
新処理の際に、当該データ領域に関して既に管理情報が
保存されているディレクトリ領域及びディレクトリ管理
情報の内容を前記ワーク領域に退避させ、前記データ領
域以外の該当領域に保存対象となるデータを保存すると
ともに、正常に保存された前記該当領域についての前記
ワーク領域内のディレクトリ領域の内容を更新する第１
の更新制御手段と、正常に更新されたワーク領域内のデ
ィレクトリ領域の内容を更新前のディレクトリ領域以外
のディレクトリ領域に保存するとともに、正常に保存さ
れた当該ディレクトリ領域についての前記ワーク領域内
のディレクトリ管理領域の内容を更新する第２の更新制
御手段と、正常に更新された前記ワーク領域内のディレ
クトリ管理領域の内容を更新前のディレクトリ管理領域
以外のディレクトリ管理領域に記録する第３の更新制御
手段と、を有することを特徴とする。

【００１９】上記他の課題を解決する本発明のＩＣカー
ドのメモリ管理方法は、カード媒体に埋め込まれたＩＣ
チップ内の不揮発性メモリに、対象情報を保存するため
の情報領域と、ワーク領域とを形成しておき、前記情報
領域の更新処理の際に、更新前の情報領域の内容を前記
ワーク領域に退避した後に前記情報領域を更新する第１
ステップと、該更新が正常終了したときに前記ワーク領
域内の退避情報を前記対象情報の保存を反映した内容に
更新する第２ステップと、正常に更新された退避情報を
更新前の情報領域以外の情報領域に復帰させる第３ステ
ップとをこの順に実行し、少なくとも第３ステップの実
行が正常終了するまで前記不揮発性メモリ内に更新前の
情報領域の内容を保持させることを特徴とする。

【００２０】

【発明の実施の形態】以下、本発明を非接触型ＩＣカー
ドに適用した場合の実施の形態を図面を参照して詳細に
説明する。本実施形態のＩＣカードは、図１に示すよう
に、ＩＣチップ１０と高周波回路２０とをカード媒体に
埋め込んだものである。ＩＣチップ１０は、ＣＰＵ（マ
イクロプロセッサ）１１とメモリ部１２とを含み、高周
波回路２０は、高周波コイル２１、検波整流回路２２、
電源回路２３、受信回路２４、及び送信回路２５を含ん
で構成される。

【００２１】メモリ部１２は不揮発性の複数のメモリ領
域からなる。すなわち、ＣＰＵ１１に読みとられるプロ
グラム等を格納したＲＯＭ１２１、主としてＣＰＵ１１
のワーク領域として使用されるＲＡＭ１２２、ＣＰＵ１
１の処理結果データ等を更新自在に記録するＥＥＰＲＯ
M（electrically erasable programmable read-onlymem
ory）１２３を含んで構成される。

【００２２】高周波回路２０は、外部装置から非接触式
でＩＣチップ１０の電力の供給を受けたり、外部装置と
の間で非接触式でデータ通信、すなわちコマンドの受信
とレスポンスの送信を行ったりするものである。すなわ
ち、外部装置が放射した高周波信号を高周波コイル２１
で誘導起電力に変換し、この誘導起電力を検波整流回路
２２で整流する。整流電力は、電源回路２３で所定の電
圧値に調整され、ＩＣチップ１０に供給される。

【００２３】外部装置からＩＣカードへのコマンドの送
信は、上記高周波信号に重畳された変調成分を受信回路
２４で復調してＣＰＵ１１に伝えることによって行われ
る。一方、ＩＣカードから外部装置へのレスポンスの送
信は、ＣＰＵ１１からの信号を送信回路２５で高周波信
号に変換し、これを受信した外部装置が変調成分を復調
することによって行われる。この場合の変調形態は、振
幅変調、周波数変調、位相変調等のいずれであってもよ
い。

【００２４】外部装置から送信されたコマンドの受信及
びそのレスポンスの送信等のデータ通信処理や、不揮発
性メモリ内のメモリ制御は、ＣＰＵ１１がＲＯＭ１２内
のプログラムを読み込んで実行することにより行われ
る。

【００２５】図２は、ＥＥＰＲＯＭ１２３のメモリ構造
の一例を示している。本例では、便宜上、従来のメモリ
管理方式と同様、ＡファイルとＢファイルとを対象と
し、各ファイルは、データ領域及びディレクトリ領域か
ら構成されるものとし、それぞれ階層構造を持たないも
のとする。各ファイルの物理ブロックは、例えば１６バ
イト長、あるいは３２バイト長の固定長である。また、
ディレクトリ領域が存在する物理ブロックの位置や当該
物理ブロックの更新の相対時期を管理する領域をディレ
クトリ管理領域とする。このディレクトリ管理領域は、
２つの物理ブロックで構成され、メモリ部全体がＮ個の
物理ブロックからなるとき、物理ブロック番号＃Ｎの物
理ブロックを第１ディレクトリ管理領域、物理ブロック
番号＃Ｎ−１の物理ブロックを第２ディレクトリ管理領
域とする。各ファイルのデータ領域は、物理ブロック番
号の小さい方から大きい方に向けて順次配置され、ディ
レクトリ領域は、物理ブロック番号の大きい方から小さ
い方へ向けて順次配置されるようになっている。

【００２６】図２において、Ａファイルは、物理ブロッ
ク番号＃１から＃４までのデータ領域と物理ブロック番
号＃Ｎ−２のディレクトリ領域からなり、Ｂファイル
は、物理ブロック番号＃５から＃９までのデータ領域と
物理ブロック番号＃Ｎ−３のディレクトリ領域からな
る。物理ブロック番号＃Ｎ−４、＃Ｎ−５の物理ブロッ
クは、ディレクトリ領域用の空きブロックとなってい
る。また、物理ブロック番号＃１０から＃Ｎ−６までの
ブロックについては、未使用となっている。

【００２７】Ａ，Ｂファイルのデータ領域は、それぞれ
１つあるいは複数の物理ブロックで構成され、利用者が
記録する任意のデータが格納されるようになっている。
データ領域の物理ブロックは、少なくとも１つが１つの
論理ブロックに対応する。

【００２８】図３は、データ領域の論理ブロックの説明
図である。この論理ブロックは、図示のとおり、「論理
ブロック番号」、「データ長」、「データ」及び「誤り
検査情報」を含んでいる。「論理ブロック番号」は、
“０”から始まり、昇順に付与されるものである。

【００２９】各ファイルのディレクトリ領域は、それぞ
れ１つの物理ブロックから成り、１または複数のデータ
領域の管理情報が記録されるようになっている。各ディ
レクトリ領域は、図４に示すように、「ファイルＩ
Ｄ」、「先頭物理ブロック番号」、「物理ブロック
数」、「ファイル属性情報」、「次論理ブロック番
号」、「空きブロックリスト」及び「誤り検査情報」を
含んでいる。図４中、「ファイルＩＤ」は、Ａ，Ｂファ
イルを一意に識別するための情報であり、「先頭物理ブ
ロック番号」は、当該ファイルのデータ領域の先頭位置
の情報である。「物理ブロック数」は、当該ファイルの
データ領域のサイズを表す。「ファイル属性情報」は、
順編成、循環順編成等、当該ファイルの属性を表す。
「次論理ブロック番号」は、当該ファイルに存在しない
新たな論理ブロックを書き加えるときに付与される番号
であり、“０”から（次論理ブロック番号−１）までが
当該ファイルに既に存在している論理ブロックとなる。
「空きブロックリスト」は、「空きブロック数」と１つ
または複数の「空き物理ブロック番号」で構成され、
「空きブロック数」は、１度のコマンドでデータ更新処
理が可能な当該ファイル内のブロックの最大数を表して
いる。

【００３０】各ファイルの具体的な構成例を図５
（ａ），（ｂ）に示す。図５（ａ）は６つの物理ブロッ
クからなるデータ領域の説明図、図５（ｂ）は１つの物
理ブロックからなるディレクトリ領域の説明図である。
この例の場合、ファイルにおける「先頭物理ブロック番
号」は物理ブロック番号＃Ｍであり、「物理ブロック
数」は物理ブロック番号＃Ｍから＃Ｍ＋５までなので
“６”である。「次論理ブロック番号」は、＃０から＃
２までの３つの論理ブロックが既に存在しているので、
“＃３”である。「空きブロック数」は“２”なので、
このファイルは、１回のコマンドにおいて最大２つのブ
ロックの更新処理を可能にする構造を持つ。この場合の
第１、第２の「空き物理ブロック番号」は、＃Ｍ＋３、
＃Ｍ＋４となる。

【００３１】図６は、各ディレクトリ管理領域の構成例
を示す図である。ディレクトリ管理領域は１つの物理ブ
ロックからなり、それぞれ、「参照指示カウント値」、
「物理ブロック数」、「空きブロックリスト」、「誤り
検査情報」を含んでいる。図６中、「参照指示カウント
値」は当該ファイルの相対的な更新時期を表す識別情報
である。この識別情報は、ｎ個（ｎは２以上の自然数）
の物理ブロックに対してｎ＋１個以上存在し、各識別情
報が当該ディレクトリ管理領域の更新の度に変更される
順序性をもつ情報である。本例の場合、ディレクトリ管
理領域が二つ（ｎ＝２）なので、“０”、“１”、
“２”のいずれかの値をとり、“１”は“０”より新し
く、“２”は“１”より新しく、“０”は“２”より新
しいものとする。参照指示カウント値が新しい方のディ
レクトリ管理領域が、各処理を行う場合にそのディレク
トリ管理領域の情報が後述の有効情報として参照される
ようになっている。また、後述する更新処理の結果は、
参照指示カウント値が古い方のディレクトリ管理領域に
格納され、このとき、参照指示カウント値が更新される
ようになっている。

【００３２】例えば、第１ディレクトリ管理領域、第２
ディレクトリ管理領域の参照指示カウント値が、それぞ
れ“０”、“２”のとき、第１ディレクトリ管理領域の
情報が参照され、更新処理の終了後は、第２ディレクト
リ管理領域の参照指示カウント値が“１”となる。

【００３３】また、図６中、「物理ブロック数」は、各
ファイルのディレクトリ領域、ディレクトリ領域のため
の空き物理ブロック、及びディレクトリ管理領域がそれ
ぞれ占有する物理ブロック数を合計した数である。「空
きブロックリスト」は、ディレクトリ領域のための空き
物理ブロック数を示す「空きブロック数」と、空き物理
ブロックの位置を示す「空き物理ブロック番号」からな
り、「空きブロック数」は、１回のコマンドで書き換え
可能なファイルの最大数である。

【００３４】図７に示される例では、ＥＥＰＲＯＭ１２
３内に、ＡファイルとＢファイルの２つが存在し、１回
のコマンドによって、最大２つのファイルに属するいく
つかの論理ブロックの更新を可能にするメモリ構造とな
っている。この場合の第１、第２ディレクトリ管理領域
の参照指示カウント値は、それぞれ、“０”、“１”な
ので、第２ディレクトリ管理領域の内容が参照されるよ
うになる。第２ディレクトリ管理領域の空きブロックリ
ストには、空き物理ブロック番号として、物理ブロック
番号＃Ｎ−４と＃Ｎ−５が登録されている。これは、A
ファイルとＢファイルについての更新処理後のディレク
トリ領域の情報の格納先として、物理ブロック番号＃Ｎ
−４と＃Ｎ−５を指定できることを意味する。なお、図
７では、第１ディレクトリ管理領域の空きブロックリス
トには物理ブロック番号＃Ｎ−２，＃Ｎ−３が登録され
ているが、これは、当該第１ディレクトリ管理領域が有
効の場合には、物理ブロック番号＃Ｎ−２，＃Ｎ−３が
空き物理ブロックであったことを意味している。

【００３５】各ファイルのデータ領域内の同時に書き換
え保証可能な論理ブロック数は、当該ファイルのディレ
クトリ領域内の空きブロック数によって決定される。こ
の空きブロック数は、当該ファイルのＥＥＰＲＯＭ１２
３への登録時に記録される。また、書き換え保証可能な
ファイル数は、各ファイルのディレクトリ管理領域内の
空きブロック数によって決定される。この空きブロック
数は、ディレクトリ管理領域のＥＥＰＲＯＭ１２３への
登録時に記録される。

【００３６】次に、上記のように構成される本実施形態
のＩＣカードにおいて、実際にデータの更新処理を行う
場合の動作例を説明する。なお、以下の説明では、ＥＥ
ＰＲＯＭ１２３内の１つのファイルに対して複数ブロッ
クの更新処理を要求するコマンド、あるいは、Ａファイ
ル及びＢファイルに対してそれぞれ複数ブロックの更新
処理を要求するコマンドがＩＣカードに入力された場合
を想定する。この場合，カード内部の処理は、外部装置
からコマンドを受信した後、メモリ部１２内の書き換え
を複数回実行し、その処理結果を外部装置に送信するこ
とになる。外部装置からの更新処理は、論理ブロックに
よって指定されるものとする。この指定される論理ブロ
ックは、ファイルＩＤと論理ブロック番号のペアからな
る。従って、複数の論理ブロックを指定する場合は、フ
ァイルＩＤと論理ブロック番号のペアが複数指定される
ことになる。

【００３７】本実施形態における更新処理は、ＣＰＵ１
１が下記の３つのステップを実行することによって実現
される。第１ステップはデータ領域の更新処理であり、
第２ステップはディレクトリ領域の更新処理であり、第
３ステップはディレクトリ管理領域の更新処理である。
図８〜図１０は、ＣＰＵ１１が実行する上記ステップの
手順説明図である。なお、以下の説明では、既に存在す
る論理ブロック番号で識別される領域の更新処理をデー
タ更新処理といい、論理ブロック番号が存在しない新た
なデータを書き加える処理をデータ新規書き込み処理と
いうことにする。

【００３８】図８を参照し、第１ステップでは、外部装
置からの上記コマンドをカード内に受信し（Ｓ１０
１）、ＣＰＵ１１が第１、第２ディレクトリ管理領域を
読み出す（Ｓ１０２）。第１あるいは第２ディレクトリ
管理領域にエラーがある場合は（Ｓ１０３：Ｙｅｓ）、
エラーのない方を有効なディレクトリ管理領域として選
択する（Ｓ１０５）。どちらにもエラーがない場合は
（Ｓ１０３：Ｎｏ）、参照指示カウント値を比較し、新
しい方を有効なディレクトリ管理領域として選択し（Ｓ
１０４）、ＲＡＭ１２２に、選択された有効なディレク
トリ管理領域の情報を退避させる（Ｓ１０６）。

【００３９】その後、ＣＰＵ１１は、コマンドで指定さ
れた論理ブロックについて、指定された順に、その存在
を確認し（Ｓ１０７）、ＲＡＭ１２２上の有効なディレ
クトリ管理領域の空きブロックリストに示される空き物
理ブロック番号を除いたディレクトリ領域から、コマン
ドで指定されたファイルＩＤを検索する（Ｓ１０８）。

【００４０】図９に移り、指定されたファイルＩＤが存
在しない場合は（Ｓ１０９：Ｎｏ）、外部装置にエラー
レスポンスを送信し（Ｓ１１２）、待機状態に戻る。一
方、指定されたファイルＩＤが存在する場合は（Ｓ１０
９：Ｙｅｓ）、指定された論理ブロックが属するファイ
ルのディレクトリ領域を読み出し、ＲＡＭ１２２に退避
させる（Ｓ１１０）。そして、指定されたファイルのデ
ータ領域内の空きブロックリストに示される空き物理ブ
ロック番号を除いた領域から、指定された論理ブロック
番号を検索する（Ｓ１１１）。

【００４１】指定された論理ブロック番号が存在する場
合は（Ｓ１１３：Ｙｅｓ）、データ更新処理であること
を意味するので、論理ブロック番号が位置する物理ブロ
ック番号をチェックし、ディレクトリ領域内の空きブロ
ックリストに示される空き物理ブロック番号で特定され
る物理ブロックに、コマンドで指定された論理ブロック
番号とデータを書き込む（Ｓ１１４）。従って、この段
階では、同一論理ブロック番号に対して二つの物理ブロ
ックが存在することになる。その後、ＲＡＭ１２２上に
保持しているディレクトリ領域の空きブロックリスト内
の空き物理ブロック番号を、更新対象となった論理ブロ
ックの物理ブロック番号に更新する（Ｓ１１５）。

【００４２】一方、Ｓ１１３において、指定された論理
ブロック番号が存在しなかった場合（Ｓ１１３：Ｎ
ｏ）、つまりデータ新規書き込み処理であった場合は、
論理ブロック番号が次論理ブロック番号と一致するかど
うかを判定する（Ｓ１１６）。一致した場合は（Ｓ１１
６：Ｙｅｓ）、新規書き込み、すなわち空きブロックリ
ストに示される空き物理ブロック番号の物理ブロック
に、コマンドで指定された論理ブロック番号のデータを
書き込む（Ｓ１１７）。そして、ＲＡＭ１２２上に退避
されているディレクトリ領域の空きブロックリスト内の
空き物理ブロック番号を、「先頭物理ブロック番号＋空
きブロック数＋次論理ブロック番号」に更新すると共
に、次論理ブロック番号をインクリメントする（Ｓ１１
８）。

【００４３】Ｓ１１６において、指定された論理ブロッ
ク番号とディレクトリ領域内の次論理ブロック番号とが
一致しない場合は（Ｓ１１６：Ｎｏ）、エラーレスポン
スを送信し（Ｓ１１９）、待機状態に戻る。上記Ｓ１０
７〜Ｓ１１９の処理を、コマンドで指定された論理ブロ
ックの数だけ繰り返す（Ｓ１２０）。

【００４４】第１ステップの処理が正常に終了したとき
は、ＥＥＰＲＯＭ１２３内の各ファイルのデータ領域が
コマンドで指定されたすべての論理ブロックのデータに
書き換えられ、ＲＡＭ１２２上の各ファイルのディレク
トリ領域の情報が最新の状態に更新されている。この場
合のＥＥＰＲＯＭ１２３には、データ更新処理では、デ
ータ領域内に同一の論理ブロック番号をもつ２つの物理
ブロックが存在し、データ新規書き込み処理では、コマ
ンド受信前には存在しなかった新たな論理ブロック番号
をもつ物理ブロックが存在するようになる。

【００４５】ここで、第１ステップの処理中に、電力供
給断が発生した場合を考える。このとき、書き換え中で
あった物理ブロックにはデータ破壊の事象が発生してい
る。さらに、ある物理ブロックでは、既に最新データに
書き換えられており、また、ある物理ブロックでは、未
だ書き換え前の状態となっている。しかし、ＥＥＰＲＯ
Ｍ１２３の論理ブロックの書き換えは、更新対象の論理
ブロックには影響を与えない空き物理ブロックに対して
行われること、さらには、ＥＥＰＲＯＭ１２３内のディ
レクトリ管理領域及び各ファイルのディレクトリ領域の
情報は、この時点では、更新されていないことから、Ｅ
ＥＰＲＯＭ１２３内の状態は、見かけ上、コマンド受信
前の状態のまま参照可能である。以上により、第１ステ
ップの処理中に、電力供給断が生じても、何ら問題はな
い。

【００４６】図１０は、第２ステップ及び第３ステップ
の処理手順を示している。第２ステップでは、ＣＰＵ１
１が、ＲＡＭ１２２上で更新された各ファイルのディレ
クトリ領域の情報をＥＥＰＲＯＭ１２３に書き込む処理
を実行する。すなわち、ディレクトリ管理領域の空きブ
ロックリストで示されるＥＥＰＲＯＭ１２３の空き物理
ブロック番号で特定される物理ブロックを、ＲＡＭ１２
２上のディレクトリ領域の情報に書き換える（Ｓ１２
１）。その後、ＲＡＭ１２２上のディレクトリ管理領域
の空きブロックリスト内の空き物理ブロック番号を、更
新対象ファイルのディレクトリ領域が格納されている物
理ブロック番号に更新する（Ｓ１２２）。以上の処理
を、コマンドに指定された全てのファイルについて実行
する（Ｓ１２３）。

【００４７】この第２ステップの処理が正常に終了した
ときは、ＥＥＰＲＯＭ１２３内の各ファイルのデータ領
域がコマンドで指定されたすべての論理ブロックのデー
タに書き換えられ、各ファイルのディレクトリ領域が最
新情報に書き換えられている。さらには、ＲＡＭ１２２
上のディレクトリ管理領域の空きブロックリストが最新
の状態に更新されている。この場合のＥＥＰＲＯＭ１２
３には、コマンドで指定された各ファイルのディレクト
リ領域が２つ存在することになる。

【００４８】ここで、第２ステップの処理中に、電力供
給断が発生した場合を考える。このとき、書き換え中で
あった物理ブロックには、データ破壊の事象が発生して
いる。さらに、あるディレクトリ領域では、最新情報に
書き換えられ、また、あるディレクトリ領域は、書き換
え前の状態である。しかし、ＥＥＰＲＯＭ１２３のディ
レクトリ領域の書き換えは、更新対象のディレクトリ領
域には影響を与えない空き物理ブロックに対して行われ
ること、さらには、ＥＥＰＲＯＭ１２３内のディレクト
リ管理領域の情報は、この時点では更新されていないこ
とから、ＥＥＰＲＯＭ１２３内の状態は、見かけ上、コ
マンド受信前のメモリ状態のまま参照可能である。以上
により、第２ステップの処理中に、電力供給断が生じて
も、何ら問題はない。

【００４９】第３ステップでは、ＣＰＵ１１が、ＲＡＭ
１２２上で更新されたディレクトリ管理領域の情報をＥ
ＥＰＲＯＭ１２３に書き込む処理を実行する。すなわ
ち、図１０に示すように、まず、ＲＡＭ１２２上のディ
レクトリ管理領域内の参照指示カウント値をインクリメ
ントする（参照指示カウント値が“２”の場合は、
“０”にする）（Ｓ１２４）。その後、ＥＥＰＲＯＭ１
２３にディレクトリ管理領域の情報を書き込む。このと
き、ＲＡＭ１２２に退避されている情報が第１ディレク
トリ管理領域の情報である場合は（Ｓ１２５：Ｙｅ
ｓ）、ＥＥＰＲＯＭ１２３の第２ディレクトリ管理領域
（物理ブロック番号＃Ｎ−１）を書き換えて受信待ち状
態に戻る（Ｓ１２６）。一方、ＲＡＭ１２２に退避され
ている情報が第２ディレクトリ管理領域の情報である場
合は（Ｓ１２５：Ｎｏ）、ＥＥＰＲＯＭ１２３の第１デ
ィレクトリ管理領域（物理ブロック番号＃Ｎ）を書き換
えて（Ｓ１２７）、正常レスポンスを送信する（Ｓ１２
７）。その後、受信待ち状態に戻る。

【００５０】ここで、第３ステップの処理中に、電力供
給断が発生した場合を考える。この場合は、ＥＥＰＲＯ
Ｍ１２３の第１ディレクトリ管理領域（物理ブロック番
号Ｎ）あるいは第２ディレクトリ管理領域（物理ブロッ
ク番号Ｎ−１）のいずれかがＲＡＭ１２２上のディレク
トリ管理領域の更新情報に書き換えられているので、書
き換えの対象とならないディレクトリ管理領域は完全な
状態のまま残っていることになる。従って、電力供給断
の異常が発生したとしても、ＥＥＰＲＯＭ１２３内の状
態は、見かけ上、コマンド受信前のメモリ状態のまま参
照可能である。

【００５１】

【実施例】次に、本実施形態のＩＣカードによる実施例
を具体的に説明する。ここでは、ＥＥＰＲＯＭ１２３内
のＡファイル内の２つの論理ブロックと、Ｂファイル内
の１つの論理ブロックを同時に更新させるコマンドを外
部装置から受信して実行する場合の例を示す。

【００５２】図１１（ａ）は更新前のＡファイルのデー
タ領域、図１１（ｂ）はディレクトリ領域の説明図であ
る。これらの図から明らかなように、Ａファイルのデー
タ領域は、物理ブロック番号Ｍを先頭とする６つの物理
ブロックで構成され、１回のコマンドで２つの論理ブロ
ックの書き換えが可能な構造を有している。また、Ａフ
ァイルには、論理ブロック番号＃０、＃１、＃２の３つ
の論理ブロックが既に存在している。

【００５３】図１３（ａ）は更新前のＢファイルのデー
タ領域、図１３（ｂ）はディレクトリ領域の説明図であ
る。これらの図から明らかなように、Ｂファイルのデー
タ領域は、物理ブロック番号Ｌを先頭とする４つの物理
ブロックで構成され、１回のコマンドで１つの論理ブロ
ックの書き換えが可能な構造を有している。また、Ｂフ
ァイルには、論理ブロック番号＃０、＃１の２つの論理
ブロックが既に存在している。

【００５４】図１５は、更新前のディレクトリ管理領域
の説明図である。本例の場合、参照指示カウント値は、
第１ディレクトリ管理領域が“０”で、第２ディレクト
リ管理領域が“１”なので、第２ディレクトリ管理領域
が有効になる（エラーはないものとする）。また、この
ディレクトリ管理領域の設定では、１回のコマンドで最
大２つのファイルを更新できるようになっている。

【００５５】ここで、Ａファイル内の論理ブロック番号
＃０、＃２の２つの論理ブロックと、Ｂファイル内の論
理ブロック番号＃１の論理ブロックを同時に更新するコ
マンドを外部装置から受信したとする。ＣＰＵ１１は、
第２ディレクトリ管理領域の情報をＲＡＭ１２２に退避
させ、空き物理ブロック番号（＃Ｎ−４，＃Ｎ−５）を
除いて、コマンドに指定されたファイルＩＤを検索し、
指定されたファイルのディレクトリ領域、すなわち物理
ブロック番号＃Ｎ−２，＃Ｎ−３のＡファイル，Ｂファ
イル用のディレクトリ領域を確認する。そして、各ディ
レクトリ領域の情報をＲＡＭ１２２に退避させる。

【００５６】Ａファイルのディレクトリ領域を参照する
と、空き物理ブロック番号は、＃Ｍ＋３、＃Ｍ＋４であ
る。ここで、コマンドで指定された論理ブロック番号
が、＃０、＃２であるから、ＥＥＰＲＯＭ１２３の物理
ブロック番号＃Ｍ＋３、＃Ｍ＋４のそれぞれのブロック
を論理ブロック番号＃０、＃２のデータに書き換える。
そして、物理ブロック番号＃Ｍ、＃Ｍ＋２を空き物理ブ
ロック番号として、ＲＡＭ１２２のディレクトリ領域を
更新する。一方、Ｂファイルのディレクトリ領域を参照
すると、空き物理ブロック番号は、＃Ｌ＋２である。コ
マンドに指定された論理ブロック番号が＃１であるか
ら、ＥＥＰＲＯＭ１２３の物理ブロック番号＃Ｌ＋２の
ブロックを論理ブロック番号＃１のデータに書き換え、
物理ブロック番号＃Ｌ＋１を空き物理ブロック番号とし
て、ＲＡＭ１２２のディレクトリ領域を更新することに
なる。

【００５７】更新されたＲＡＭ１２２のＡ、Ｂファイル
のディレクトリ領域のデータは、それぞれＥＥＰＲＯＭ
１２３の物理ブロック番号＃Ｎ−４，＃Ｎ−５に書き込
まれる。更新後のディレクトリ管理領域の様子を示した
のが図１６である。図１６を参照すると、ＲＡＭ１２２
の参照指示カウント値が“２”に更新され、さらに、空
き物理ブロック番号が＃Ｎ−２、＃Ｎ−３に書き換えら
れ、ＥＥＰＲＯＭ１２３の物理ブロック番号＃Ｎには第
１ディレクトリ管理領域のデータが書き込まれている。

【００５８】更新後のＡファイルのデータ領域を図１２
（ａ）、ディレクトリ領域を図１２（ｂ）に示す。ま
た、更新後のＢファイルのデータ領域を図１４（ａ）、
ディレクトリ領域を図１４（ｂ）に示す。

【００５９】このように、本発明のＩＣカードでは、一
つのファイル内の複数ブロックに対する更新や、複数フ
ァイル内の複数ブロックに対する更新を要求するコマン
ドを受信した場合において、更新処理の途中で電力供給
断等が生じて論理ブロックの一部にデータ破壊が生じた
り、論理ブロックが矛盾したりした場合であっても、コ
マンド実行前のメモリ部１２の状態を完全な状態で参照
することができる。従って、非接触型ＩＣカードのよう
に、電力供給の変動が生じやすいＩＣカードで場合であ
っても前述の論理アドレス方式を採用できるようにな
る。また、従来のＩＣカードでは必須であった、コマン
ド実行エラーを検出した際の外部装置側での複雑なデー
タリカバリの処理が不要となる。

【００６０】なお、以上の説明は、本発明を非接触型Ｉ
Ｃカードに適用した場合の例であるが、本発明は接触型
ＩＣカードにも同様に適用することが可能である。ま
た、本実施形態では、不揮発性メモリ内の対象情報とし
て、ＥＥＰＲＯＭ１２３内のデータ領域、ディレクトリ
領域、ディレクトリ管理領域の内容を例に挙げて説明し
たが、本発明は、不揮発性のメモリ部１２に対象情報を
保存するための情報領域と、ワーク領域（ＲＡＭ１２
２）とを形成しておき、情報領域の更新処理の際に、更
新前の情報領域の内容をＲＡＭ１２２に退避した後に当
該情報領域を更新し、該更新が正常終了したときにＲＡ
Ｍ１２２内の退避情報を情報領域の更新を反映した内容
に更新し、正常に更新された退避情報を情報領域に復帰
させる点に主眼があるので、必ずしも上記実施形態に限
定されるものではない。

【００６１】例えば、情報領域を、第１情報領域と、少
なくとも第１情報領域の管理情報を保存するための第２
情報領域とし、第１情報領域についての更新処理に先立
って更新前の第２情報領域の内容をＲＡＭ１２２に退避
させ、該退避が正常終了したときに第１情報領域の空き
領域に対象情報（書込対象となるデータ）を保存し、該
保存が正常終了したときにＲＡＭ１２２内の退避情報を
第１情報領域の保存を反映した内容に更新し、正常に更
新された退避情報を更新前の第２情報領域と異なる領域
に保存するようにすることができる。

【００６２】

【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
によれば、電源変動に頑健なメモリ制御方式を実現でき
るという、特有の効果がある。これにより、更新時のＩ
Ｃカード内の記録データが確実に保障されるようにな
る。また、非接触型ＩＣカードであっても、保存されて
いる情報の安全性が確保されるので、情報の信頼性が強
く要求される用途、例えばプリペイドカードや銀行カー
ドのように、金銭情報を扱う用途へのＩＣカードの応用
も可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態によるＩＣカードの機能
構成図。

【図２】本実施形態によるメモリ部の構造説明図。

【図３】個々のデータ領域に対応する論理ブロックの
説明図。

【図４】本実施形態によるディレクトリ領域の構成説
明図。

【図５】（ａ）はデータ領域、（ｂ）はディレクトリ
領域の説明図。

【図６】ディレクトリ管理領域の説明図。

【図７】ディレクトリ管理領域と他のディレクトリ管
理領域等との関係を示す説明図。

【図８】本実施形態によるデータ更新処理の手順説明
図（第１ステップ）。

【図９】本実施形態によるデータ更新処理の手順説明
図（第１ステップ）。

【図１０】本実施形態によるデータ更新処理の手順説
明図（第２及び第３ステップ）。

【図１１】（ａ）は、Ａファイルのデータ更新処理の実
施前のデータ領域、（ｂ）はディレクトリ領域の説明
図。

【図１２】（ａ）は、Ａファイルのデータ更新処理の実
施後のデータ領域、（ｂ）はディレクトリ領域の説明
図。

【図１３】（ａ）は、Ｂファイルのデータ更新処理の実
施前のデータ領域、（ｂ）はディレクトリ領域の説明
図。

【図１４】（ａ）は、Ｂファイルのデータ更新処理の実
施後のデータ領域、（ｂ）はディレクトリ領域の説明
図。

【図１５】データ更新処理の実施前のディレクトリ領
域とディレクトリ管理領域の例を示す説明図。

【図１６】データ更新処理の実施後のディレクトリ領
域とディレクトリ管理領域の例を示す説明図。

【図１７】従来のＩＣカードによるメモリ部の構造説
明図。

【図１８】従来のＩＣカードによるディレクトリ領域
の説明図。

【図１９】一般的な論理ブロックの説明図。

【図２０】従来のＩＣカードによるデータ領域の説明
図。

【図２１】従来のＩＣカードによるデータ更新処理の
手順説明図。

【符号の説明】

１０ＩＣチップ１１ＣＰＵ１２メモリ部１２１ＲＯＭ１２２ＲＡＭ１２３ＥＥＰＲＯＭ２０高周波回路２１高周波コイル２２検波整流回路２３電源回路２４受信回路２５送信回路

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】カード媒体に埋め込まれたＩＣチップ内
に、不揮発性メモリと、この不揮発性メモリの更新処理
を行うメモリ制御手段とを備えて成り、前記不揮発性メモリには、対象情報を保存するための情
報領域と、ワーク領域とが形成されており、前記メモリ制御手段は、前記情報領域の更新処理の際に、更新前の情報領域の内
容を前記ワーク領域に退避した後に当該情報領域を更新
し、該更新が正常終了したときに前記ワーク領域内の退
避情報を前記情報領域の更新を反映した内容に更新し、
正常に更新された退避情報を前記情報領域に復帰させる
ように構成されていることを特徴とするＩＣカード。
【請求項２】前記メモリ制御手段は、前記ワーク領域
内で正常に更新された退避情報を更新前の情報領域以外
の領域に復帰させ、更新前後の情報領域の内容を併存さ
せるように構成されていることを特徴とする請求項１記
載のＩＣカード。
【請求項３】前記メモリ制御手段は、更新が正常終了
しなかったときに更新前の情報領域の内容を読み出すよ
うに構成されていることを特徴とする請求項１または２
記載のＩＣカード。
【請求項４】前記情報領域が、対象情報を保存するた
めの第１情報領域と、少なくとも前記第１情報領域の管
理情報を保存するための第２情報領域であり、前記メモリ制御手段は、前記第１情報領域についての更新処理に先立って更新前
の第２情報領域の内容を前記ワーク領域に退避させ、該
退避が正常終了したときに前記第１情報領域の空き領域
に対象情報を保存し、該保存が正常終了したときに前記
ワーク領域内の退避情報を前記対象情報の保存を反映し
た内容に更新し、正常に更新された退避情報を更新前の
第２情報領域と異なる領域に保存するように構成されて
いることを特徴とする請求項１記載のＩＣカード。
【請求項５】前記第１及び第２情報領域が、それぞれ
同一論理ブロックに対応可能な複数の物理ブロックから
成ることを特徴とする請求項４記載のＩＣカード。
【請求項６】少なくとも前記第２情報領域における各
物理ブロックの更新の前後が、更新の度に変更される所
定の識別情報によって識別できることを特徴とする請求
項５記載のＩＣカード。
【請求項７】前記識別情報がｎ個（ｎは２以上の自然
数）の物理ブロックに対してｎ＋１個以上存在し、各識
別情報が当該物理ブロックの更新の度に変更される順序
性をもつ情報であることを特徴とする請求項６記載のＩ
Ｃカード。
【請求項８】カード媒体に埋め込まれたＩＣチップ内
に、不揮発性メモリと、この不揮発性メモリの更新処理
を行うメモリ制御手段とを備えて成り、前記不揮発性メモリには、データ保存用の複数のデータ
領域、各データ領域の管理情報を保存するための複数の
ディレクトリ領域、各ディレクトリ領域の管理情報を保
存するための複数のディレクトリ管理領域、及びワーク
領域が形成されており、前記メモリ制御手段は、特定のデータ領域の更新処理の際に、当該データ領域に
関して既に管理情報が保存されているディレクトリ領域
及びディレクトリ管理情報の内容を前記ワーク領域に退
避させ、前記データ領域以外の該当領域に保存対象とな
るデータを保存するとともに、正常に保存された前記該
当領域についての前記ワーク領域内のディレクトリ領域
の内容を更新する第１の更新制御手段と、正常に更新されたワーク領域内のディレクトリ領域の内
容を更新前のディレクトリ領域以外のディレクトリ領域
に保存するとともに、正常に保存された当該ディレクト
リ領域についての前記ワーク領域内のディレクトリ管理
領域の内容を更新する第２の更新制御手段と、正常に更新された前記ワーク領域内のディレクトリ管理
領域の内容を更新前のディレクトリ管理領域以外のディ
レクトリ管理領域に記録する第３の更新制御手段と、を有することを特徴とするＩＣカード。
【請求項９】前記ＩＣチップの電力をカード外部から
非接触式に受電するための受電回路を備えてなる請求項
１ないし８のいずれかの項記載のＩＣカード。
【請求項１０】カード媒体に埋め込まれたＩＣチップ
内の不揮発性メモリに、対象情報を保存するための情報
領域と、ワーク領域とを形成しておき、前記情報領域の更新処理の際に、更新前の情報領域の内
容を前記ワーク領域に退避した後に前記情報領域を更新
する第１ステップと、該更新が正常終了したときに前記ワーク領域内の退避情
報を前記対象情報の保存を反映した内容に更新する第２
ステップと、正常に更新された退避情報を更新前の情報領域以外の情
報領域に復帰させる第３ステップとをこの順に実行し、少なくとも第３ステップの実行が正常終了するまで前記
不揮発性メモリ内に更新前の情報領域の内容を保持させ
ることを特徴とするＩＣカードのメモリ管理方法。