JPS62102386A - Ｉｃカ−ド - Google Patents

Ｉｃカ−ド

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JPS62102386A
JPS62102386A JP60242429A JP24242985A JPS62102386A JP S62102386 A JPS62102386 A JP S62102386A JP 60242429 A JP60242429 A JP 60242429A JP 24242985 A JP24242985 A JP 24242985A JP S62102386 A JPS62102386 A JP S62102386A
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sector
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memory
data memory
sectors
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Giichi Yorimoto
寄本　義一
Masashi Takahashi
正志 高橋
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Toppan Inc
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Toppan Printing Co Ltd
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    • G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
    • G11C29/76—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using address translation or modifications
    • G11C29/765—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using address translation or modifications in solid state disks
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
    • G06F15/76—Architectures of general purpose stored program computers
    • G06F15/78—Architectures of general purpose stored program computers comprising a single central processing unit
    • G06F15/7807—System on chip, i.e. computer system on a single chip; System in package, i.e. computer system on one or more chips in a single package
    • G06F15/7814—Specially adapted for real time processing, e.g. comprising hardware timers
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
    • G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
    • G06F11/1008—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's in individual solid state devices
    • G06F11/1068—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's in individual solid state devices in sector programmable memories, e.g. flash disk

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は書き換え可能なデータメモリを搭載したＩＣカ
ードに関する。
〔従来の技術〕
従来開発されているＩＣカードのデータメモリ使用方法
は以下の２方法に大別される。
１、データメモリχ完全にシーケンシャルでフラットな
メモリ空間とし、外部からのアドレス指定は全て、絶対
アドレスで行う。
２、　データメモリを物理的に連続である複数のブロッ
クに分割し、外部からのアドレス指定を論理アドレス（
ブロックの先頭からのオフセット値）で行う。
〔発明が解決しようとする問題点〕
しかし上記１の方法では ａ　メモリのレイアウトはシステム設計時に決定せざる
乞得ない為、ファイル乞拡張したい場合。
あるいは新規にファイルχ作成したい場合に対応が困難
である点。
ｂ　不Ｑメモリ・セルが存在していた場合、ＩＣカード
単独も修復することが不可能である点。
Ｃアドレス指定が煩雑である。
という問題点が、また上記２０方法では上記ａｂの問題
点があった。
本発明の目的は、前述のファイル構成の制約及びエラー
修復処理ＹＯＴ能にし、かつユーザにとって使用しやす
いアドレス指定方式χ有するＩＣカ−ドを提供すること
にある。
〔問題点を解決する為の手段〕
上記目的を達成するために、本発明はデータメモリを物
理的に複数のセクタに分別した後、データメモリ内の一
部もしくは全体を論理的に連続で。
かつ再配置可能である複数の領域に分割・管理する機能
乞ＩＣカードに搭載したものである。
〔作　用〕
ファイル？領域拡張する場合には、該ファイルが登録さ
れている領域の後に、未使用のセクタをチェイン（結合
）させ、また新規ファイルを作成する場合には、未使用
のセクタ？必要セクタチェインさせ、新しく論理的に連
続な饋域を生成−させる。
不良メモリセルを発見した場合には該セルを含むセクタ
と未使用のセクタと？入れ換える。
また上記領域は各々論理的に連続である為、アドレス指
定はファイル毎に０から始まる論理アドレスで指定可能
である。
〔実施例〕
以下、第１図〜第１４図を参照して本発明の一実施例を
説明する。
第１図は一実施例の構成を示すブロック図である。図に
おいて、＋１０１はＩＣカード、　１２０１は外部処理
装置である。ＩＣカードはＩ１０ライン１２１１、ポー
ト３　（１７１χ介して外部処理装置醸に接続され、該
処理袋＃（２Ｇの制御下で処理を行うものである。また
、ＩＣカード１１０）の書き換え可能なデータメモＩＪ
ｔ１３はポート＋１５１及びポート２　＋１６）に接続
され、それぞれデータバス０８１１アドレスＨな介して
ＣＰＵ［ｌｌｌに接続されろ。尚、ＣＰＵ（Ｉｌｌは外
部処理装置〕の命令に従って、プログラムメモＩＪ　＋
１３１に登録されている所定のプログラムを実行する。
また、ＲＡ　Ｍ　＋１４１はその際の作業領域を提供°
するものである。本例では、データメモリ（１２１は１
６０バイトであり、かつ内部Ｙ：１６分割して使用する
ものとする。
上記構成において以下に動作を説明する。
まず、外部処理袋＃（２１は、Ｉ１０ラインのを介して
処理命令を外部とのＩ／ｌｌポート（Ｉηに与える。
ＣＰＵｕｌｌはデータバス＋１８１を介して該命令を受
は取り、内容を分析し必要なプログラム馨プログラムメ
モ１月１３１より読み出し、実行する。尚、Ｃ’ＰＵ旧
）はデータメモリ１２１にアクセスする際には、後述（
１式）の「論理アドレス→絶対アドレス」変換２行い、
アドレスバス（１’Ｊ上に絶対アドレスを出力し、ポー
ト２（Ｌ口を介してデータメモリ（１２１にアドレッシ
ングする。
またＩ１０データは双方向のデータバス（１＆及び、ポ
ート（１９乞介してやりとりされる。尚、ＣＰＵｆｌυ
は上記処理の結果をデータバス（１８１Ｔｈボート３α
η及びＬ勺うインシ］）を介して外部処理装置１ツに与
える。
次に第２図〜第４図を参照してデータメモリの構成につ
いて説明する。
第２図は１セクタのレイアウトであるが、ここで使用し
た「データ部霞」とはユーザ及びシステムに解放されて
いるフィールド、また「Ｂｓｆ５）Ｊ。
１ｉ”Ｎ５ｆ６１Ｊとは、それぞれ該セクタにチェイン
されている前後のセクタの番号が登録されているフィー
ルドを示すものである。各々のアプリケーションファイ
ルは上記のセクタが少なくとも１つ以上チェインされる
ことにより形成される。
また各々のアプリケーションファイルに関する情報は第
３図のディレクトリに登録されている。
図中のｊＴｓｆ２１ｊとは該ファイルが登録されている
最初のセクタの番号、ｒＬｓｔａ＋Ｊ　とは該ファイル
が登録されている最後のセクタ番号、「Ｕ　Ｓ　ｆ５１
ｊとは該ファイルのサイズ（セクタ数）を、それぞれ示
すものである。
尚、ファイルの始点、終点はそれぞれ、ＢＳ。
Ｎ５ｖＣ８ＦＦ’を登録することにより示される該ディ
レクトリは、ファイルアクセスの速度向上、及びファイ
ル・ポリニームの迅速な算出を実行可能とすること２目
的とするものである。
またディレクトリもファイルとして他のアプリケーショ
ンファイルと等価に扱うことが可能である為、自由にそ
のサイズ、つまりカード中のアプリケーションファイル
数を拡張することができる。
更に、データメモリ全体の使用状況が第４図のＭＣＡ、
メモリ管理エリアに登録されている為。
未使用エリアのサーチ、メモリ全体の残りセクタ数ｅｔ
ｃ　Ｔａｌ’瞬時に調べることが可能となる。尚、図中
のｊＦＴ］３１１ｊとは未使用セクタの先頭のセクタ番
号、「ＦＢｓｃ３Ｚｊとは未使用セクタの最終のセクタ
番号、ｌｊ’ＮＦｓｔ３３＋ｊとは未使用セクタの総数
を、それぞれ示すものである。
また図中のｌ”ＤＥＦ（３４１Ｊとは、ファイルアクセ
ス速度の向上を目的としたＦＣＡ、ディレクトリファイ
ルのディレクトリ、の存在するセクタ番号を示すもので
ある。尚、ＦＣＡのフォーマットはディレクトリ（第３
図）と同一である。
上記の構成からなるデータファイル、ディレクトリファ
イルは、その構成要素であるセクタ全てにチェイン用の
ＢＳ、ＮＳを所有し、かつ該ファイルのディレクトリに
Ｔｉ、ＬＳが登録されている為、仮に何らかの原因でセ
クタ間のチェインが切れた場合でも、破断箇所が１カ所
であるならばＴＳ、ＬＳより、それぞれＮＳ、ＢＳを参
照しながらチェイン？たどっていくことにより、該箇所
を発見、修復することかり能である。
次に第５図〜第８図χ吟照して全体的な動作乞説明する
。
第５図はＩＣカード（１０）のメモリ？初期化するため
のプログラム乞示すものである。図においてＣＰＵ（Ｉ
ＩＩはＳｌにおいてデータメモリ１２１）０〜１５９番
地に５ｐｒｖ書き込み乞行い、同時にその際不良の発生
したセクタＶＲＡＭ（１４１に登録する。
次に、８２においてＳｌで正常であったセクタの先頭の
セクタ（４ａ）’ｋＭｃ＆セクタとし″′Ｃ確保し、Ｓ
３において次の正常セクタ（５ａ）ｇＦｃ＆とし、ファ
イル名＝Ｄ、ＴＳ＝Ｃその次の正常セクタ］、ＬＳ＝Ｔ
Ｓ、ＵＳ＝１．ＢＳ二ＳＦＦ。
Ｎ５＝ＦＦを登録する。同処理によりＴＳで示されろセ
クタが、ダミーディレクトリとして確保される。またこ
の時点でＦＣＡの登録されているセクタ番号（５ａ）Ｙ
ＭＣＡ（４ａ）のＤＥＦＫ登録する。
その後残りの正常セクタ乞チェインし未使用ファイルと
して確保する。この際に書き込みエラーが発生したセク
タも不良セクタとし、ＲＩＭ（１４１に登録し、チェイ
ンからはずす。最後に８５において、ＣＰ　Ｕ　Ｕｌは
ＲＡ　Ｍ　［１４１に登録された不良セクタ情報を基に
、ＭＣＡのＦＴＳ、ＦＢＳ、ＮＦＳを算出し、所定エリ
アに書き込み、フォーマット動作を終了する。
上記処理結果２示したのが第６図のメモリ・マツプであ
る。本例ではセクタ６を不良セクタとしてチェインから
外している。
上記カードをアプリケーション、Ａ、Ｂに使用したもの
が第７図のメモリマツプである。以下、図乞参照して説
明する。
データメモリ中に、アプリケーションへのファイル（８
ａ）が３セクタ（３、ａ２１　ａ　ｓ　）　、Ｂのファ
イル（９ａ）　（ｂ、）が１セクタ生成されており、第
６図ではダミーであったディレクトＩＪ（７ａ）が正式
に登録され、またファイル８ａ、９ａの生成に伴ってＭ
ＣＡのＦＴＳ、ＦＢＳ及びＮＦＳが更新されている。更
にファイルＮ＠域（８ａ）及びＢ領域（９ａ）に存在す
るセクタはそれぞれチェインされ、また未使用ファイル
に存在するセクタもチェインされている。
第８図は上記カードにアプリケーションＣのファイル（
１０ａ）　ｆｌ新規登録（Ｃ，）した後、アプリケーシ
ョンＢのファイル（９ａ）７２セクタ拡張した際のデー
タメモリマツプである。
以下、図χ参照して説明する。
アプリケーションＣのファイル（１ｏａ）　’Ｌｆ？規
登録したことにより、従来（第６図）１セクタであった
ディレクトリファイルが拡張されている。（セクタ９）
尚、該セクタはセクタ２のディレクトリ瞭ファイルとチ
ェインされている。
またアプリケーションＢのファイルｂ、は、ｂ２ｂ、と
相互にチェインし拡張され、またそれに伴ってアプリケ
ーションＢのディレクトリも更新されている。
セクタＯＢはす、の拡張時にエラーとなったため、不良
セクタとしてチェインから外されている。上記の処理結
果がセクタ０のＭＣＡにフィードバックされ、ＦＴＳ及
びＮＦＳ情報が更新されている。
ここで第７図→第８図の処理乞第９図〜第１４図乞参照
して説明する。第９図はＲｅａｄ　、　Ｗｒｉｔｅ等の
処理を行う際のプログラムを示したものである。
Ｓｌでは外部処理装置Ｃ２０＋がＩ１０ラインＱυを介
してＩＣカード１圃の外部Ｉ１０ボー）　ｔ＋、７１に
与えた処理命令に含まれるアドレスがＲＡＭ（１４にセ
ットサれている。本実施例では、外部からのアドレッシ
ングは各ファイル毎に０から始まる論理アドレスを指定
する方式乞採用しているが％ＣＰＵ［ｌｎ〜データメモ
リ（１２１間のアドレッシングはハードの制約から絶対
アドレス指定２行なわざる？得ない為、　ＣＰＵ（１１
１内部で論理アドレス→絶対アドレス変換を行うことが
必要となる。ただし、該処理は説明χ簡略化する為、サ
ブルーチン化しであるため、詳細は後述とする。
Ｓ２では後述のサブルーチンを使用し、ボート２　（１
６１及びアドレスバス（１９￥介してデータメモリ＃１
１７Ｊにアドレッシング乞行っている。この際エラーが
発生した場合、Ｓ　３’で判別し、Ｓ８で異常終了信号
をボート６（１７１に出力し、　　Ｉ１０ライン（Ｊｌ
）を介して外部処理装置Ｉ２αに与え、処理終了する。
Ｓ２がＯＫの鴎合、Ｓ４ではボート１１１５１及び双方
向のデータバスｆ１８）を介して、８２でアドレッシン
グしたデータメモリ（１２１の所定の番地のリード・ラ
イトを行っている。
Ｓ４の結果、エラーが発生した場合はＳ５で判別し、８
６でセクタスキップし再アドレッシングしＳ４に戻る。
ただしＳ６でエラーが発生した場合はＳ３と同様である
。Ｓ４での処理が正常に終了した際にはＳ７で正常終了
信号をボート３Ｑ７）に出力し、Ｉ１０ライン四を介し
て外部処理装置１２Ｇに与え、処理終了する。第１０図
は処理の際のアドレッシングを行う為のサブルーチン（
サブ・プログラム）２示したものである。
ＳｌでＣＰＵｔｌＤは外部処理装置１２０１より入力さ
れた処理命令に含まれる処理対象ファイル名χ有するデ
ィレクトＩＪ　ｗシーケンシャルにサーチし、該ディレ
クトリのＴＳχ利用し、アドレスポインタを処理対象ア
プリケーションファイルの先頭にセットする。
該処理対象ファイルがデータメモリａｚ中に登録されて
いない場合には、Ｓ２にてこれχ判別しＳ６で後述の新
規ファイルを作成する。ただし新規ファイル作成が不可
能である場合にはＳ４で判別し、Ｓ１１で異常終了スタ
ータスをセットし。
制御権ｔメインプログラムに戻す。処理対象ファイルが
既に登録済みである場合、及びＳ３の処理が正常に行な
われた場合には、Ｓｌでセットしたアドレスポインタ乞
、第９図の８１でセットされた論理アドレスに等しくな
る迄進めていき、最終的に該アドレスポインタがセット
されるセクタ、及びアドレスポインタの該セクタの先頭
からのオフセット値を求める。ただしアドレスポインタ
を進める際には、以下の方式で行う。
■　データ部（１ａ）のみトレース ■　１セクタ終了時には該セクタのＮＳを読み次のセク
タの先頭にアドレスポインタχセットする。
上記処理中にファイル？拡張する必要が生じた場合には
、Ｓ７で後述の「ファイル領域拡張」サブルーチンに制
御権を移す。該ルーチンで異常が発生した場合にはＳ６
の場合と同様の処理を行う。
該ルーチンが正常終了した場合には再びＳ５の処理を実
行する。最終的にアドレスポインタがセットされた場合
には以下のｆｌ１式により論理アドレス→絶対アドレス
の変換を行い、該アドレスをＲＡＭ（１４１に登録した
後、正常終了ステータス乞セットしメインプログラムに
制御権を戻す。
論理アドレス→絶対アドレス変換式 〔絶対アドレス）　＝　ＳＥＣ客ｉ　０　＋ＯＦ’Ｓ　
　〜１１１式、’、　５ＥＣ＝アドレスポインタが最終
的にセットされるセクタ ０ＦＳ−アドレスポインタのＳＥＣセクタの先頭からの
オフセット値 第１１図は前述の「新規ファイル作成」を行う為のサブ
プログラムである。
Ｓｌでデータメモリ（１２１に空きセクタが有るかどう
かχチェックし、無い場合はＳ２でこれχ判別し、Ｓ２
０で異常終了ステータス乞セットし、メインプログラム
に制御権を戻す。
空きセクタが存在している場合にはＳ３にて空きセクタ
の先頭番地（ＦＴＳ）を求め、Ｓ４でＦＴＳ（１）に８
６で求めた空きセクタの次の空きセクタのセクタ番号を
、ＮＦＳ＋３１にはその時点でのＮＦＳ（３）より１を
引いた値をそれぞれ登録する。該処理でエラーが発生し
た場合にはＳ５でこれ乞判別し。
Ｓｌと同様のエラー処理馨行う。
Ｓ４が正常終了した場合には、Ｓ６にてＳ３で求めたセ
クタのＮ５ＫＳＦＦを登録し、新規ファイル領域として
確保する。該処理に失敗した場合にはＳ５に飛び再び処
理を行う。
新規ファイル領域が確保された場合にはＳ８にて後述の
「フリーエリア再構成」サブプログラムに制御権を移す
。該処理でエラーが発生した場合にはＳｌと同様のエラ
ー処理を行う。正常終了した場合には８１０〜Ｓ１２に
て新規ファイルのディレクトリχ作成する為の領域がデ
ィレクトリファイル中に存在するかどうか紮判定し、拡
張する必要がある場合には３１３にて後述の「ファイル
領域拡張」サブプログラム乞実行する。該処理でエラー
が発生した烏合にはＳｌと同様のエラー処理ン行う。
ブイレフ）　ＩＪ作成用の領域が確保された（８１５）
にて、 として新規ディレクトリファイルを登録する。該処理に
エラーが発生した場合にはＳ１６でこれを判定し、Ｓ１
７にて後述の「セクタスキップ」サブプログラムを実行
した後、再び８１５に戻る。ただし「セクタスキップ」
でエラーが発生した場合にはＳｌと同様のエラー処Ｑ”
を行う。ディレクトリが正常に登録された時点で正常終
了ステータスχセットし、制御権をメインプログラムに
戻す。
「セクタスキップｊのサブプログラム乞第１２図を参照
して説明する。
８１〜Ｓ５は第１１図の「新規ファイルの作成」と同一
であるためここでは省略する。ＣＩ’ＵｆｌｌｌはＳ６
においてエラーの発生したセクタの処理以前の状況ＬＲ
ＡＭＱ４１より読み出し、Ｓ３で求めたセクタにコピー
する。該処理でエラーが発生した場合にはＳ７にてこれ
ｔ判定し、Ｓ３より再び処理を実行する。
Ｓ６が正常終了した後、Ｓ８にて８６でコピーしたセク
タのＢＳｖ利用し１つ前のセクタ？サーチし、該セクタ
のＮＳに８６で新規に使用したセクタ番号￥登録する。
該処理にてエラーが発生した場合にはＳ１６で異常終了
ステータスをセットし。
制御権ｔメインプログラムに戻す。ただし、ここでは特
に触れないが、上記エラー処理を行５代りに、セクタス
キップを行う。つまりサブプログラム中で再び同じサブ
プログラムを使用し、エラー処理χ行うことも可能であ
ることは言うまでもない。Ｓ８が正常終了し、アプリケ
ーションファイルが再生された後、３１２にて前述の１
１１式を用いてアドレスの変更を行い、スキップセクタ
に処理が行なわれる様にし、その後８１１にて後述の「
フリー二リア再構成」サブプログラム乞実行し、全ての
チェモノ処理乞完了する。
その後Ｓ１３にてＭＣＡ、ＦＣＡ及び該アプリケーショ
ンファイルのディレクトリに登録されている情報？、Ｓ
１１の終了時点のデータメモリ１１２１の状態？基に更
新する。
該処理が正常に終了した場合には正常終了ステータスを
、エラーが発生した場合には異常終了ステータスχそれ
ぞれセットし、制御権をメインプログラムに戻す。
次に「ファイル拡張」のサブプログラム？第１３図を参
照して説明する。８１〜５５ｖｃついてはここでは略す
。
Ｓ４にて該アプリケーションファイルの最終セクタのＮ
５ＫＦＴＳ′％：登録しアプリケーションファイルχ拡
張した後、Ｓ６にてＭ　ＣＡに該処理χ行った結果のＦ
ＴＳ、ＮＦＳ’に再登録する。次に、アプリケーション
ファイルの最新セクタのＢＳに８４のセクタ番号を、Ｌ
ＳにＦＦｖ登録し、アプリケーションファイルのチェイ
ン馨完了する。ただし上記処理の３６．Ｂ８でエラーが
発生した場合はそれぞれＳ７．Ｂ９でエラー馨判定しＢ
３に戻る。
３１０〜Ｓ１５に関しては前述の「セクタスキップ」と
同一の処理である為、ここでは略す。上記処理中Ｓ１、
Ｂ４、Ｓ１０　、　Ｓ１２でエラーが発生した場合は、
Ｓ　２　、　Ｓ　５　、　Ｓ１１　、　Ｓ１３でそれぞ
れエラー？判定し、Ｓ１５にて異常終了ステータスをセ
ットし、制御権乞メインプログラムに戻す。
最後に「フリーエリア再構成」を行うサブプログラム？
第１魂 ＦＴＳセクタのＢＳにＳＦＦχ登録し，未使用ファイル
の先頭セクタを定義する為、ＳｌでＭＣ人よりＦＴＳχ
読み、Ｂ６でＦＴＳのＢ５ＩＣ３Ｌ’Ｆ乞登録し、失敗
した場合はＢ５でＭＣＡのＦＴＳ。
ＮＦＳｇ登録し５１ｖｃ戻るという処理を行っている。
本処理でのエラーはＢ２にて空きセクタ無しと判断され
た場合のみであるが，その際にはＳ７にて異常終了ステ
ータスをセットし制御権をメインプログラムに戻す。正
常に処理が終了した場合にはＢ６にて正常終了ステータ
スをセットし，制御権ｔメインプログラムに戻す。
〔発明の効果〕
本発明によれば、カード内の全てのファイルの拡張を自
由に行うことができるので、メモリ効率の向上を図るこ
とが、またハードウェア欠陥であるメモリセルの不良に
対しても、カード内の機能で対処することができるので
、周辺システムの負荷軽減が可能となる。更に新規ファ
イルの作成が自由で，かつオペレーティングが容易であ
るため。
システム設計の際の負荷？大幅に軽減することが可能と
なる。
【図面の簡単な説明】
第１図はＩＣカードのプロックダ倶すクラム。 第２図は１セクタの説明図，第６図はディレクトリの説
明図、第４図はメモリ管理エリアの説明図、第５図はメ
モリの初期化プログラムのフローチャート、第６図〜第
８図はメモリ同各２示すメモリマツプ、第９図〜第１４
図はセクタの組み合せ、管理等の処理プログラムのフロ
ーチャートである。

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 　書き換え可能なメモリと、該メモリを制御するＣＰＵ
    とを有するＩＣカードにおいて、前記メモリを物理的に
    複数のセクタに分割し、前記セクタを任意に組み合わせ
    て前記メモリの一部もしくは全体を論理的に連続で、か
    つ再配置可能である複数の領域に分割して使用する機能
    を有することを特徴とするＩＣカード。
JP60242429A 1985-10-29 1985-10-29 Ｉｃカード Expired - Lifetime JP2664137B2 (ja)

Priority Applications (5)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP60242429A JP2664137B2 (ja) 1985-10-29 1985-10-29 Ｉｃカード
US06/923,216 US4748320A (en) 1985-10-29 1986-10-27 IC card
NO864309A NO174646C (no) 1985-10-29 1986-10-28 Kretskort med integrerte hukommelseskretser
DE3650258T DE3650258T2 (de) 1985-10-29 1986-10-28 IC-Karte.
EP86114972A EP0220718B1 (en) 1985-10-29 1986-10-28 IC card

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP60242429A JP2664137B2 (ja) 1985-10-29 1985-10-29 Ｉｃカード

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JPS62102386A true JPS62102386A (ja) 1987-05-12
JP2664137B2 JP2664137B2 (ja) 1997-10-15

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JP60242429A Expired - Lifetime JP2664137B2 (ja) 1985-10-29 1985-10-29 Ｉｃカード

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US (1) US4748320A (ja)
EP (1) EP0220718B1 (ja)
JP (1) JP2664137B2 (ja)
DE (1) DE3650258T2 (ja)
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Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JPH06222981A (ja) * 1993-01-27 1994-08-12 Dainippon Printing Co Ltd Ｉｃカードにおけるメモリ領域の管理方法

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