KR100628545B1 - 편집장치 및 편집방법 - Google Patents

Abstract

편집장치는 메인 데이터 및 관리 데이터를 포함하는 데이터 파일을 분리위치의 전후에서 제 1 파일 및 제 2 파일로 나눈다. 우선 분리위치가 결정된다. 그 후, 분리위치를 포함하는 기록데이터블럭이 제 1 파일의 공간영역으로 복사된다. 제 1 파일의 관리정보가 편집된다. 다음, 제 2 파일의 관리정보가 생성되고 편집된다.

Description

편집장치 및 편집방법 {Editing apparatus and editing method}

도 1a은 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 외부구성을 나타내는 정면도이다.

도 1b는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 외부구성을 나타내는 측면도이다.

도 1c는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 외부구성을 나타내는 평면도이다.

도 1d는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 외부구성을 나타내는 저면도이다.

도 2는 본 발명의 실시예에서 사용되는 파일 시스템 프로세스의 계층도이다.

도 3은 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 물리적인 데이터구조를 나타낸다.

도 4는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 관리 플래그의 내용을 나타낸다.

도 5는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 데이터 갱신 전후에 물리 주소 및 논리주소의 개념을 나타낸다.

도 6은 본 발명의 실시예에서 사용하는 논리/물리 주소번역 테이블의 관리포맷을 나타낸다.

도 7은 본 발명의 실시예에서 사용하는 논리/물리 주소번역 테이블의 구조를 나타낸다.

도 8은 플래쉬메모리의 용량, 블럭의 수, 블럭당 용량, 페이지당 용량 및 본 발명의 실시예의 스틱형 메모리의 논리/물리 주소번역 테이블의 크기를 나타낸다.

도 9는 본 발명의 실시예에 의한 구동시스템을 나타내는 블럭도이다.

도 10은 파일 할당테이블(FAT)의 구조를 나타낸다.

도 11은 FAT의 클러스터의 링크 구조를 나타낸다.

도 12는 디렉토리의 구조를 나타낸다.

도 13은 서브디렉토리 및 파일 저장내용을 나타낸다.

도 14는 본 발명의 실시예에 의한 스틱형 메모리의 데이터의 디렉토리구조를 나타낸다.

도 15는 본 발명의 실시예에 의한 메세지 리스트파일을 나타낸다.

도 16은 본 발명의 실시예에 의한 메세지 리스트파일의 헤더를 나타낸다.

도 17은 본 발명의 실시예에 의한 메세지 리스트파일의 폴더(folder) 기입을 나타낸다.

도 18은 본 발명의 실시예에 의한 메세지 리스트파일의 메세지 기입을 나타낸다.

도 19는 본 발명의 실시예에 의한 메세지 데이터파일의 데이터 구조를 나타 낸다.

도 20은 본 발명의 실시예에 의한 메세지 데이터파일의 포맷 프레임을 나타낸다.

도 21a는 본 발명의 실시예에 의한 메세지 데이터파일의 프레임구조의 예를 나타낸다.

도 21b는 도 21a에서 나타낸 메세지 데이터파일의 TOC프레임의 내용을 나타낸다.

도 22a는 본 발명의 실시예에 의한 메세지 데이터파일의 프레임 구조의 다른 예를 나타낸다.

도 22b는 도 22a에서 나타낸 메세지 데이터파일의 TOC프레임의 내용을 나타낸다.

도 23은 메세지 데이터파일이 새로 생성될 때 공간프레임을 나타낸다.

도 24는 공간 프레임으로 교체된 재생 보호지역을 나타낸다.

도 25는 본 발명의 실시예에 의한 분리동작을 설명하는 플로우차트이다.

도 26a는 분리동작이 수행되기 전 파일 F1을 나타낸다.

도 26b는 분리동작이 수행된 후에 제 1파일 F1-1을 나타낸다.

도 26c는 분리동작이 수행된 후에 제 2파일 F1-2을 나타낸다.

도 27은 분리동작이 수행되기 전 FAT를 나타낸다.

도 28은 분리동작이 수행된 후 FAT를 나타낸다.

도 29은 분리동작이 수행되기 전 FAT의 구조를 나타낸다.

도 30은 분리동작이 수행된 후 FAT의 구조를 나타낸다.

도 31은 본 발명의 실시예에 의한 TOC 프레임의 데이터구조를 나타낸다.

도 32는 본 발명의 실시예에 의한 데이터 저장유닛 및 데이터 저장내용의 예를 나타낸다.

도 33은 본 발명의 실시예에 의한 데이터 저장유닛 및 데이터 저장내용의 다른 예를 나타낸다.

도 34는 본 발명의 실시예에 의한 데이터 저장유닛 및 데이터 저장내용의 또 다른 예를 나타낸다.

※ 도면의 주요부분에 대한 부호설명

1. 스틱형 메모리 2. 단자

3. 노치(notch) 4. 미끄럼방지 만입부

5. 슬라이딩 스위치 100. 구동시스템 본체부

101. 호스트(host)I/F IC 102. DSP

103. 마이크로폰 104. 마이크로폰 증폭기

105. 스피커 증폭기 106. 스피커

107. 디스플레이 드라이버 108. 디스플레이 유닛

109. 마이크로 프로세서 110. ROM

111. RAM 112. 조작유닛

본 발명은 편집장치와 편집방법에 관한 것으로서, 특히 하나 또는 복수의 고정길이 기록데이터블럭을 상호 연결함으로써 형성된 메인 데이터 및 기록위치와 재생되지 않는 무효데이터위치를 관리하는 관리데이터를 포함하는 데이터 파일을 나누는 편집장치에 관한 것이다. 또한, 본 발명은 상기 형태의 편집장치를 사용하는 편집방법에 관한 것이다.

다음과 같은 형태의 저장시스템이 개발되고 있다. 플래쉬메모리 등의 내장형 고체 저장소자를 갖고 있는 소용량의 저장매체는 상기 형태의 저장매체에 특히 사용되는 구동시스템에 형성되어 장착된다. 또한, 상기 저장매체는 오디오/비디오 머신 또는 정보장치 일체형의 구동시스템에 장착될 수 있다. 따라서, 컴퓨터 데이터, 이미지 데이터 및 음성 데이터가 저장매체에 저장될 수 있다.

고체 저장 소자를 사용하는 상기의 저장 시스템에서, 편집동작은 저장 시스템에 저장된 파일에서 수행된다. 데이터의 이동, 복사 또는 덮어쓰기 등과 같이 저장매체에 저장된 파일을 편집하는데 있어서 이를 최소화하고 처리시간 및 전력소모를 최소한으로 줄이는 효과적인 편집이 요구된다.

본 발명의 목적은 효과적인 편집을 할 수 있는 편집장치 및 편집방법을 제공하는 데 있다.

상기의 목적을 달성하기 위해, 본 발명에 따르면, 하나 또는 복수의 고정길이 기록데이터블럭을 상호 연결함으로써 형성된 메인 데이터 및 메인 데이터의 기록위치와 재생되지 않는 무효 데이터의 위치를 관리하며 메인 데이터에 부가되는 제 1관리 데이터를 포함하는 데이터 파일을 분리하는 편집장치를 제공한다. 이 편집장치는 메인데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭이 분리위치를 특정하고 메인 데이터를 분리위치에 따라서 제 1 및 제 2 데이터 파일로 분리하는 조작유닛을 포함한다. 편집유닛은 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 1부분을 무효로 하기 위해 제 1관리데이터를 편집한다. 생성유닛은 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 2부분을 무효로 하기 위해 제 2관리데이터를 생성하고 제 2 관리데이터를 제 2데이터 파일에 부가한다.

본 발명의 다른 특성에 따르면, 하나 또는 복수의 고정길이 기록데이터블럭을 상호 연결함으로써 형성된 메인 데이터 및 메인 데이터의 기록위치와 재생되지 않는 무효 데이터의 위치를 관리하며 메인 데이터에 부가되는 제 1관리 데이터를 포함하는 데이터 파일을 분리하는 편집방법을 제공한다. 편집방법은 다음과 같은 단계를 포함한다. 즉, 메인데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭이 분리위치를 특정하고 메인 데이터를 분리위치에 따라서 제 1 및 제 2 데이터로 분리하는 특정단계와, 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 1부분을 무효로 하기 위해 제 1관리데이터를 편집하는 편집단계와, 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 2부분을 무효로 하기 위해 제 2관리데이터를 생성하고 제 2 관리데이터를 제 2데이터 파일에 부가하는 생성단계를 포함한다.

삭제

이하, 본 발명의 실시예를 도면을 참조하여 설명한다. 실시예에서, 막대기 모양의 외부구조를 갖는 스틱형 메모리는 본 발명의 기록매체로서 기능한다. 본 발명의 편집장치는 스틱형 메모리에 파일을 기록/재생하는 구동시스템의 맥락에서 기술되고, 본 발명의 편집방법은 상기 형태의 구동시스템에서 사용하는 편집방법으로서 실행된다.

1. 스틱형 메모리의 외부 구성

우선, 도 1a∼1d를 참조하여 본 발명의 기록매체로서 기능하는 스틱형 메모리(1)의 외부구조를 설명한다.

스틱형 메모리(1)는 예를 들어, 도 1a∼1d에서 도시한 바와 같은 막대 모양의 케이스 내에 소정의 용량을 갖는 메모리소자를 포함한다. 이 실시예에서는, 메모리소자로서 플래쉬메모리가 사용된다.

도 1a∼1d에서 도시된 케이스는 예를 들어, 플라스틱 주물로 되어 있고, 도 1a과 도 1c에서 도시된 바와 같이 60mm(W11), 20mm(W12) 및 2.8mm(W13)의 치수를 갖는다.

9개의 전극을 갖는 단자(2)는 도 1a 및 도 1d에서 도시된 바와 같이 정면의 하부에서 케이스의 밑면까지 형성되어 있다. 읽기/쓰기 동작은 단자(2)를 통해 내장형 메모리소자에서 수행된다.

노치(notch)(3)는 도 1c에서처럼 케이스의 상부 왼쪽부분에 형성되어 있다. 노치(3)에 의해, 스틱형 메모리(1)는 예를 들어 구동시스템의 착탈 기구에 에러없이 삽입될 수 있다. 미끄럼방지 만입부(4)는 케이스의 밑면에 형성되어 동작을 용이하게 한다. 또한, 데이터가 부주의로 지워지는 것을 막아 주는 슬라이딩 스위치(5)는 밑면에 있다.

2. 스틱형 메모리의 포맷

2.1 메모리 파일시스템 프로세스의 계층도

기록매체로서 기능하는 스틱형 메모리(1)의 시스템 포맷은 다음과 같다.

도 2는 스틱형 메모리(1)의 파일시스템 프로세스의 계층도를 나타낸다. 도 2에서 도시된 바와 같이 파일시스템 프로세스의 계층도는 아랫 방향순으로 응용프로세스층, 파일관리프로세스층, 논리주소관리층, 물리주소관리층 및 플래쉬메모리 액세스로 형성되어 있다. 이 계층도에서, 파일관리프로세스층은 소위 "파일할당 테이블(FAT)"로서 기능한다. 도 2는 본 실시예에서의 파일 시스템이 논리주소 및 물리주소의 개념을 도입하고 있음을 보여주고 있는데 이는 뒤에서 자세히 설명할 것이다.

2.2 물리 데이터 구조

도 3은 스틱형 메모리(1) 내에 메모리소자로서 기능하는 플래쉬메모리의 물리 데이터구조를 나타낸다.

우선적으로, 플래쉬메모리의 저장지역은 고정길이를 갖는 "세그멘트(segment)" 로 불리는 데이터 단위로 결정된다. 각각의 세그멘트는 4MB 또는 8MB의 크기를 갖도록 정의되고, 단일 플래쉬메모리 내의 세그멘트 수는 플래쉬메모리의 용량에 따라 변한다.

도 3의 A에서 보는 바와 같이, 각각의 세그멘트는 8KB 또는 16KB의 길이를 갖는 "블럭(block)"으로 불리는 고정길이 데이터 단위로 분리된다. 기본적으로, 1세그멘트는 512블럭으로 분리되어 도 3의 A에서 블럭수(n)는 511이다. 그러나, 소정의 많은 블럭을 플래쉬메모리에서 쓰기를 할 수 없는 오류지역이 있기 때문에, 쓰기 가능한 실제 불록의 수는 511보다 적다.

도 3의 A에서 정렬된 블럭(0∼n) 중에서, 앞의 두 블럭 즉, 블럭(0)과 블럭(1)은 "부트블럭(boot block)"이라고 한다. 실제로, 유효블럭의 시작에서 두 블럭이 부트블럭으로 정의되지만, 블럭(0)과 블럭(1)이 언제나 부트블럭인 것은 아니다. 나머지 블럭이 사용자 데이터를 저장하는 사용자 블럭으로 사용된다.

도 3의 D에서처럼 각각의 블럭은 페이지(0)에서 페이지(n)까지로 분리되고, 도 3의 E에서처럼 각각의 페이지는 12 바이트 데이터 영역 및 16바이트 용장영역으로 구성된다. 따라서, 고정길이인 총 528 바이트의 용량을 갖는다. 용장유닛의 구조는 도 3의 F를 참조하여 상세히 설명한다. 각 블럭 내의 페이지수는 블럭 용량이 8K일 때 16이고, 16KB일 때 32이다.

도 3의 D 및 E에 나타난 동일한 페이지구조는 부트블럭 및 사용자블럭으로 사용된다. 플래쉬메모리에서, 데이터 읽기/쓰기는 페이지 단위로 수행되며, 데이터 소거는 블럭 단위로 수행된다. 그러나, 데이터가 지워지는 자유페이지에서 데이터의 쓰기만 되기 때문에, 데이터의 덮어쓰기/쓰기는 실제로 블럭단위로 수행된다.

선두의 부트블럭(블럭(0))에서, 도 3의 B에서 나타낸 바와 같이, 헤더는 페이지(0)에 저장되어 있고, 초기 오류데이터의 위치를 지시하는 주소 정보는 페이지(1)에 저장되어 있고, CIS/IDI 정보는 페이지(2)에 저장되어 있다. 두 번째 블럭(블럭(1))은 도 3의 C에서 나타낸 바와 같이 백업 부트블럭으로 사용된다.

도 3의 E에서 용장영역(redundancy area)의 구조는 도 3의 F에 표시되어 있다. 용장영역에서, 첫 번째의 3바이트(0∼2)는 데이터영역의 데이터 내용의 갱신에 따라 덮어쓰기가 되는 덮어쓰기 영역으로 사용된다. 덮어쓰기 영역에서, 블럭의 상태는 바이트번호(0)에 저장되고, 블럭 플래그 데이터는 데이터의 상태로서 바이트번호(1)에 저장되고, 페이지 데이터 상태는 번역 테이블 플래그로서 바이트 번호(2)의 소정의 상위비트에 저장된다.

원칙적으로, 바이트 번호(3∼15)는 현재 페이지의 내용에 따라 고정 데이터를 저장한다. 즉, 덮어쓸 수 없는 정보를 저장한다. 관리 플래그(Block Info)는 바이트번호(3)에 저장되고, 후술할 논리주소(Logic Address)는 이어지는 두 개의 바이트 번호(4, 5)에 저장된다. 다음의 바이트번호(6∼10)는 포맷예비영역으로 사용되고, 다음의 바이트번호(11, 12)는 포맷예비영역의 에러를 수정하는 분산정보 에러수정코드(ECC)를 저장한다. 나머지 3개의 바이트 번호(13∼15)는 도 3의 E의 데이터 영역에 저장된 데이터의 에러를 수정하는 데이터 ECC를 저장한다.

도 3의 F의 용장영역의 바이트번호(3)에 저장된 관리 플래그의 내용은 도 4에서와 같이 비트번호 7∼0에서 정의된다.

비트번호(7, 6, 1, 0)는 예비(비정의)영역이다. 비트번호(5)는 현재의 블럭에 액세스하는 것이 유효한지('1', free) 무효한지('0', read protected)를 가리키는 플래그를 저장한다. 비트번호 (4)는 복사금지가 되어 있는지('1', OK) 아닌지('0', No Good(NG))를 가리키는 플래그를 저장한다.

비트번호(3)는 현재의 블럭이 논리/물리주소 변환테이블을 저장하고 있는지를 가리키는 식별자인 번역 테이블 플래그를 저장한다. 논리/물리주소 변환테이블은 뒤에서 상세히 설명한다. 비트번호(3)의 값이 '0'이면 현재의 블럭은 논리/물리주소 변환테이블을 저장하고, 비트번호(3)의 값이 '1'이면, 현재의 블럭은 논리/물리주소 변환테이블을 저장하고 있지 않다.

비트번호(2)는 시스템 플래그를 저장한다. 시스템 플래그가 '1'이면, 현재의 블럭은 사용자 블럭으로 결정된다. 시스템 플래그가 '0'이면, 현재의 블럭은 부트블럭이다.

플래쉬메모리의 용량에 대한 세그멘트 및 블럭의 관계는 도 8을 참조하여 설명한다. 스틱형 메모리(1)의 플래쉬메로리 용량은 4MB, 8MB, 16MB, 32MB, 64MB, 128MB의 어느 하나로 한다.

플래쉬메모리가 가장 작은 용량인 4MB이면, 1블럭의 용량은 8KB이고, 블럭수는 512이다. 즉, 플래쉬메모리의 4MB 용량은 1세그멘트의 용량과 같다. 플래쉬메모리의 용량이 8MB이면, 1블럭의 용량은 8KB이고, 두 개의 세그멘트에 있는 블럭의 수는 1024(1세그멘트당 512)이다. 상기한 바와 같이, 1블럭이 8KB를 갖으면, 1블럭 당 페이지수는 16이다.

16MB의 용량을 갖는 플래쉬메모리에 대하여, 1블럭의 용량은 8KB나 16KB가 될 수 있다. 따라서, 플래쉬메모리는 두 형태로 나눌 수 있다. 즉, 하나는 4세그멘트와 2048 블럭(1블럭이 8KB)을 갖고, 다른 형태는 2세그멘트와 1024블럭(1블럭이 16KB)을 갖는다. 1블럭이 16KB일 때, 1블럭의 페이지수는 32이다.

32MB, 64MB, 128MB의 용량을 갖는 플래쉬메모리에 대하여, 1블럭의 용량은 16KB만 된다. 따라서, 32MB, 64MB, 128MB의 용량을 갖는 플래쉬메모리의 세그멘트/블럭의 수는 각각 4/2048, 8/4096, 16/8192이다.

2.3 물리주소와 논리주소의 개념

플래쉬메모리의 상기 물리주소의 구조을 보면, 본 실시예의 파일시스템에서의 물리주소와 논리주소의 개념을 도 5의 A 및 B에서 나타낸 덮어쓰기동작의 맥락에서 설명한다.

각 블럭에는 물리주소가 제공되어 있다. 물리주소는 플래쉬메모리의 블럭의 물리적 배열순에 따라 결정되며, 블럭과 대응되는 물리주소의 관계는 변하지 않는다. 도 5의 A의 예에서, 4개의 블럭에 위로부터 105, 106, 107, 108의 물리주 소가 제공되고 있다. 물리주소는 각각 2바이트로 되어 있다.

도 5의 B에서, 물리주소(105, 106)에 제공된 블럭은 데이터가 저장되는 기록이 있는 영역이고 물리주소(107, 108)에 제공된 블럭은 데이터가 소거된 기록이 없는 영역이라고 가정한다.

반대로, 논리주소는 블럭에 기입된 데이터에 할당된 주소로서 후술할 FAT 시스템에 의해 사용된다.

도 5의 A에서, 네 개의 블럭에 위로부터 102, 103, 104, 105의 논리주소가 제공되어 있다. 논리주소는 물리주소와 마찬가지로 2바이트이다.

도 5의 A에서, 물리주소(105)에 저장된 데이터가 덮어쓰기되거나 부분적으로 지워진다고 가정한다. 이러한 동작을 수행하는 경우, 플래쉬메모리의 파일 시스템에서, 갱신 데이터가 동일한 블럭에 기입되기 보다는 미사용의 블럭에 기입된다(이 경우, 물리주소(105)의 블럭). 즉, 도 5의 B에서와 같이, 물리주소(105)에 저장된 데이터가 지워지고, 갱신 데이터가 처리(1)에 의해 미사용의 블럭인 물리주소(107)의 블럭에 기입된다.

다음, 도 5의 A에서와 같이, 처리(2)에 의해 데이터갱신 전에 물리주소(105)에 대응하는 논리주소(102)가 재할당됨으로써, 갱신된 데이터가 기입되는 블럭에 제공되는 물리주소(107)에 대응한다. 따라서, 물리주소(107)에 연관되는 논리주소(104)가 데이터갱신 전에 재할당되어 물리주소(105)에 연관된다.

즉, 물리주소는 대응하는 블럭에 유일하게 할당된 주소이고, 논리주소는 블럭에 기입된 데이터에 유일하게 할당된 주소이다.

상기에서처럼 블럭을 스와핑(swapping)하여 동일한 저장영역(블럭)에 대한 집중적인 액세스를 방지할 수 있기 때문에, 제한된 액세스(덮어쓰기) 횟수를 갖는 플래쉬메모리의 수명을 연장할 수 있다.

논리주소를 재할당함으로써, 처리(2)에서와 같이, 데이터 갱신 후 블럭이 스와핑되고 재할당되어도 FAT는 동일한 주소를 식별하여 그 후 데이터를 올바르게 액세스할 수 있게 한다.

후술할 논리/물리주소 변환테이블에서 데이터 갱신 관리를 간단히 하기 위해, 블럭 스와핑이 1세그멘트로 제한된다. 즉, 블럭이 세그멘트 사이에서 스와핑되는 것을 방지한다.

2.4 논리/물리주소 변환테이블

도 5를 참조한 설명에 의하면, 논리주소와 물리주소와의 상호관계가 블럭 스와핑에 의해 변한다. 따라서, 플래쉬메모리에 데이터를 읽거나 쓰기 위해 플래쉬메모리를 액세스하려면 논리주소와 물리주소와의 상호관계를 지시하고 있는 논리/물리주소 변환테이블를 참조할 필요가 있다. 또한, FAT는 논리/물리주소 변환테이블를 참조하여 FAT에 의해 지정된 논리주소에 대응하는 물리주소를 특정함으로써, 특정된 논리주소의 블럭을 액세스할 수 있다. 다시 말해서, 논리/물리주소 변환테이블 없이는 FAT에 의한 액세스는 불가능하다.

종래, 스틱형 메모리(1)가 예를 들어, 구동시스템에 장착될 때, 구동시스템의 마이크로컴퓨터가 스틱형 메모리(1)의 저장내용을 체크하여 논리/물리주소 변환테이블을 만들고 구동시스템의 램에 만들어진 테이블을 저장한다. 즉, 논리/물리주소 변환테이블은 스틱형 메모리(1)에 저장되지 않는다.

반대로, 본 실시예에 의하면, 논리/물리주소 변환테이블은 스틱형 메모리(1)에 저장된다.

도 6은 스틱형 메모리(1)에 저장된 논리/물리주소 변환테이블의 포맷의 개념을 설명한다. 본 실시예에서, 올림차순으로 배열된 관련 논리주소에 따라 2 바이트의 물리주소가 저장되어 있는 테이블정보가 논리/물리주소 변환테이블로서 만들어진다.

상기와 같이, 논리주소와 물리주소는 2바이트로 표시된다. 이것은 128MB의 최대용량을 갖는 플래쉬메모리의 8192개의 모든 블럭을 커버하는 비트와 같은 비트수가 필요하다는 사실에 기초한다.

따라서, 도 6의 물리주소와 논리주소는 예에서와 같이 2바이트로 표시된다. 이 예에서, 물리주소와 논리주소는 16진수로 표시된다. 즉, 0x 뒤의 값이 16진수이다. 같은 표기가 본 명세서의 다음 설명에서도 사용된다. 간단히 하기 위해, 어떤 도면에서는 0x가 생략된다.

도 6에 도시된 개념에 기초하는 논리/물리주소 변환테이블이 예로서 도 7에 도시되어 있다. 도 7의 A에서와 같이, 논리/물리주소 변환테이블은 플래쉬메모리의 최종 세그멘트 내의 블럭에 저장된다.

도 7의 A에서와 같이, 블럭을 나눈 페이지(도 3의 A∼D에서 설명하였음) 중에서, 두 페이지의 영역 즉 페이지(0)과 페이지(1)가 세그멘트(0)에 대한 논리/물리주소 변환테이블에 할당된다. 예를 들어, 4MB의 플래쉬메모리는 단지 1세그멘트를 갖고 있기 때문에, 도 8을 참조하여 설명하면 페이지(0)과 페이지(1)가 논리/물리주소 변환테이블을 저장하는 영역으로서 기능한다. 8MB의 플래쉬메모리는 2세그멘트를 갖고 있다. 따라서, 페이지(0)과 페이지(1)가 세그멘트(0)에 대한 논리/물리주소 변환테이블에 할당되고, 이어지는 페이지(2)과 페이지(3)가 세그멘트(1)에 대한 논리/물리주소 변환테이블에 할당된다.

그 후, 플래쉬메모리의 용량이 증가하면서, 두 페이지 마다의 영역이 각 세그멘트에 대한 논리/물리주소 변환테이블에 할당된다. 최대 128MB의 플래쉬메모리에는 16세그멘트가 있기 때문에, 32 페이지가 세그멘트(0∼15)에 대한 논리/물리주소 변환테이블에 할당된다. 따라서, 도 7의 A에서와 같이 최대 페이지수(N)는 31이다. 상기한 설명에서 보는 바와 같이, 논리/물리주소 변환테이블은 세그멘트 단위로 관리된다.

도 7의 B에서와 같이, 두 페이지의 데이터 영역은 1세그멘트에 대한 논리/물리주소 변환테이블의 구조를 가리킨다. 즉, 도 3의 E에서와 같이 1페이지에 대한 데이터영역이 512 바이트이기 때문에, 1024(=512×2) 바이트가 도 7의 B에서처럼 확장된다.

도 7의 B에서와 같이, 104바이트를 갖는 두 페이지의 데이터 영역이 두 바이트의 필드로 분리된다. 여기서, 분리된 2 바이트 필드는 논리주소(0), 논리주소(1) 등으로서 할당되고, 마지막 두 바이트는 즉, 선두로부터 991번째와 992번째는 논리주소(495)의 필드로 정의된다. 그후, 연관 물리주소가 대응하는 2바이트 필드에 기입된다. 따라서, 본 실시예에서 사용되는 논리/물리주소 변환테이블은, 데이터 갱신을 위한 블럭 스와핑에 기인하는 논리주소와 물리주소 사이의 관계를 갱신할 때, 물리주소의 저장배열은 논리주소에 기초하여 갱신되어 테이블정보를 덮어쓴다.

나머지 32바이트, 즉 993∼1024는 여분의 블럭의 물리주소를 저장하는 필드에 할당된다. 즉, 여분의 16블럭의 물리주소가 관리된다. 여분의 블럭을 소위 "작업블럭"이라고 하며 이는 예를 들어 블럭단위로 갱신될 데이터를 임시로 저장하도록 설정된다.

1세그멘트가 512블럭으로 분리되더라도, 도 7의 B에 나타낸 테이블 구조에서관리가능한 블럭의 수는 논리주소(0∼495)에 대응하는 496블럭으로 설정된다. 이것은 상기 여분의 블럭이 설정되고 블럭의 특정 수가 플래쉬메모리에서 오류영역(사용불능 영역)일 수 있기 때문이다. 따라서, 실제로 오류블럭의 상당 수가 플래쉬메모리에 포함될 수 있다. 따라서, 496 블럭(쓰기/소거가능 블럭)만이 관리될 수 있는 방법으로 논리/물리주소 변환테이블을 설정하는 것은 충분하다.

논리/물리 주소 변환테이블이 기억되어 있는 블럭에서, '0'은 도 4에 나타낸 것처럼 각 페이의 용장영역의 관리플래그의 비트 번호(3)에 설정된다. 따라서, 대응하는 블럭이 논리/물리주소 테이블을 저장하고 있는 것을 확인할 수 있다.

논리/물리 주소 변환테이블을 저장하는 블럭에서, 논리/물리 주소 변환테이블의 내용을 덮어쓰기할 때, 도 5의 A 및 B에 나타낸 것처럼 스와핑처리가 항상 실행된다. 따라서, 논리/물리주소 변환테이블을 기억하는 블럭은 고정되지 않는 다. 즉, 논리/물리주소 변환테이블을 특정한 블럭에 저장하는 것이 불가능하다.

따라서, '0'이 관리플래그의 비트 번호 3에 설정된 블럭을 검색하기 위해 FAT는 플래쉬 메모리를 액세스함으로써, 논리/물리주소 변환테이블을 저장하고 있는 블럭을 식별한다. 논리/물리주소 변환테이블을 저장하고 있는 블럭의 검색을 수월하게 하기 위해, 논리/물리주소 변환테이블을 저장하는 블럭이 최종 세그멘트내에 있다고 본 실시예에서는 특정한다. 이것은 FAT가 논리/물리주소 변환테이블을 저장하는 블럭을 찾기 위해 최종 세그멘트만을 검색하도록 한다. 즉, 논리/물리주소 변환테이블을 위해 플래쉬 메모리의 모든 세그멘트를 검색할 필요가 없다.

예를 들면, 스틱형 메모리(1)가 제조될 때 도 7에 나타낸 논리/물리주소 변환테이블이 저장된다.

다시 도 8을 참조하면, 플래쉬 메모리의 용량과 논리/물리주소 변환테이블의 크기의 관계를 나타내고 있다.

도 7을 참조하여 기술한 것처럼, 1세그멘트를 관리하기 위한 논리/물리주소 변환테이블의 크기는 2페이지 당 1024 바이트 즉 1KB이다. 따라서, 플래쉬메모리가 4MB의 용량을 가지면(1세그멘트) 논리/물리주소 변환테이블의 크기는 도 8의 E에서 나타낸 것처럼 1KB이다. 플래쉬메모리가 8MB의 용량을 가지면(2세그멘트), 논리/물리주소 변환테이블의 크기는 2KB(4페이지)이다.

플래쉬메모리의 용량이 16MB이면, 논리/물리 주소 변환테이블의 크기는 2048 블럭(4세그멘트)을 가지는 플래쉬메모리에서는 4KB(8페이지)이며, 1024블럭(2세그멘트)을 가지는 플래쉬 메모리에서는 2KB(4페이지)이다.

32MB(4세그멘트), 63MB(8세그멘트) 및 128MB(16세그멘트)의 용량을 가지는 플래쉬 메모리에 관해서, 논리/물리주소 변환테이블은 각각 4KB(8페이지), 8KB(16페이지) 및 16KB(32페이지)이다.

3. 구동시스템의 구성

본 실시예의 구동시스템의 구성은 다음과 같다. 도 9는 상기 기술된 스틱형 메모리(1)에 대응하여 읽기, 쓰기 및 편집데이터를 위한 구동시스템의 본체부의 구성을 나타낸다. 구동시스템 본체부(100) 및 스틱형 메모리(1)는 파일 저장시스템을 형성한다.

메인 데이터의 다양한 유형 즉, 동화상 데이터, 정지화상 데이터, 마이크로폰을 통해서 기록된 메시지, 컴팩트디스크(CD, 상표) 및 미니디스크(MD, 상표)와 같은 기록매체로부터 기록된 고화질 오디오데이터(이후에 "음악데이터"로 칭함) 및 제어데이터 등이 구동시스템 본체부(100)에 의해 스틱형메모리(1)에 기입되거나 독출된다.

본 실시예에서, 간단히 하기 위해 구동시스템 본체부(100)는 메인 데이터로서 기능하는 메시지데이터를 기록 및 재생하는 시스템으로 가정한다. 그러나, 이동화상, 정지화상 또는 음악과 같은 데이터 입력/출력시스템 및 처리시스템은 구동시스템 본체부(100)를 위해 제공되어, 구동시스템 본체부(100)가 대응하는 데이 터 파일을 위한 저장시스템으로서 기능한다.

구동시스템 본체부(100)에 스틱형 메모리(1)를 부착가능하게 장착하는 착탈기구(120)가 제공된다. 착탈기구(120)와 마이크로프로세서(109)에 장착된 스틱형 메모리간의 데이터 통신은 호스트 인터페이스(I/F) IC(101)를 통해서 실행된다.

또한 마이크로폰(103)은 구동시스템 본체부(100)를 위해 제공되며, 마이크로폰(103)에 의해 수집된 소리는 음성신호로서 마이크로폰 증폭기(104)를 통해서 디지털신호 프로세서(DSP)(102)에 공급된다. DSP(102)는 입력된 음성신호를 디지털 오디오 데이터로 변환하고, 디지털 오디오 데이터에 대해서 엔코딩과 같은 소정의 신호처리를 실행한 뒤, 기록데이터로서 제어 마이크로프로세서(109)에 공급된다. 마이크로프로세서(109)는 호스트 인터페이스 IC(101)를 거쳐서 스틱형 메모리(1)에 데이터를 기록하기 위한 처리를 실행한다.

마이크로프로세서(109)는 호스트 인터페이스 IC(101)를 거쳐서 스틱형 메모리(1)에 기록된 메시지 데이터 파일 또는 오디오 데이터를 읽고, 읽은 오디오/메세지 데이터를 DSP(102)로 출력한다.. 이후에 DSP(102)는 공급된 데이터에 대해서 디코딩과 같은 소정의 신호처리를 실행하고, 아날로그 음성신호의 최종형태로 데이터를 스피커 증폭기(105)에 출력한다. 스피커 증폭기(105)는 입력된 오디오 데이터를 증폭하고 그것을 스피커(106)에 출력함으로써, 오디오 음향을 재생한다.

마이크로프로세서(109)는 소정의 화상 예를 들면, 메뉴 및 사용자 조작을 위한 가이드 또는 디스플레이부(108)에 스틱형 메모리(1)에 저장된 파일의 내용을 표시하기 위한 디스플레이 드라이버(107)를 또한 제어한다. 스틱형 메모리(1)에 저장된 이동화상 또는 정지화상과 같은 화상데이터는 읽혀져 디스플레이부(108)에 표시된다.

조작부(112)는 사용자에 의해 구동시스템 본체부를 조작하는데 사용되는 다양한 키를 제공한다. 마이크로프로세서(109)는 조작부(112)에 대해서 실행된 조작에 대응하는 커맨드를 수신하여 커맨드에 따라서 소정의 조작처리를 수행한다. 조작내용은 파일저장, 파일선택, 파일재생, 파일구동을 위한 지시이며 이후에 상세하게 설명한다.

도 9에 나타낸 구동시스템 본체부(100)의 구성은 단지 실시예이며, 본 발명의 구성에 한정되지 않는다. 즉, 어떤 형태의 전자소자라도 데이터통신이 스틱형 메모리(1)로 실행될 수 있는 한 구동시스템 본체부(100)에 사용될 수 있다.

4. FAT구성

도 2에 나타낸 파일 시스템 프로세스계층도에서 기술한 것처럼, 파일관리처리는 FAT에 의해 실행된다. 구체적으로, 도 9에 나타낸 것처럼 구동시스템에 의해 스틱형 메모리로부터 (재생/기록)데이터를 읽기, 스틱형 메모리로부터 (재생/기록)데이터를 쓰기 위해서, FAT는 파일 시스템 프로세스계층도의 응용프로세스로부터의 요구에 대응하는 파일저장 위치를 참조하고, 상기 기술된 논리/물리주소 변환을 실행함으로써, 스틱형 메모리(1)를 액세스한다.

FAT관리구조는 도 10을 참조하여 이후에 설명한다. 본 실시예에서, FAT 및 논리/물리주소 변환테이블은 스틱형 메모리(1)에 저장된다. 따라서, 도 10에 설명된 FAT구조는 스틱형 메모리(1)에서 관리된다.

FAT관리부구조는 도 10에 나타낸 것처럼 파티션테이블, 자유공간(free space), 부트섹터, FAT, FAT복사, 루트디렉토리 및 데이터영역으로 형성된다.

데이터 영역에서, 클러스터(2), 클러스터(3)등과 같은 데이터 단위가 사용된다. 클러스터는 데이터 단위 즉, 관리 단위이며 FAT에 의해 조정된다. 일반적으로, FAT에 있어서 클러스터의 표준크기는 4KB이며, 512 바이트와 32KB 사이에서 제곱멱이다.

본 실시예에서, 상기 기술된 것처럼 1블럭은 8KB 또는 16KB이다. 각각 8KB의 블럭을 가지는 스틱형 메모리(1)에 있어서, FAT의 클러스터 크기는 8KB이다. 각각 16KB의 블럭을 가지는 스틱형 메모리(1)에 있어서, FAT의 클러스터 크기는 16KB이다. 즉, 8KB 또는 16KB는 모두 FAT관리에 의해 사용된 데이터 단위의 크기 및 스틱형 메모리(1)의 블럭으로서 데이터 단위의 크기로 사용된다. 즉, FAT에 의해 조정되는 클러스터 크기는 대응하는 스틱형 메모리(1)의 블럭 크기와 동일하다. 따라서, 간략화를 위해서, 1블럭은 1클러스터와 동일한 것으로 가정한다.

블럭 번호는 도 10의 좌측에서, x에 의해 (x + m - 1), (x + m), (x + m + 1), (x + m + 2) 등으로 나타내고, FAT구조를 형성하는 각종 데이터는 이러한 방식으로 대응하는 블럭에 저장된다. 그러나, 사실상 데이터는 도 10에 나타낸 배치와 같이 물리적으로 연속되는 블럭에 저장될 필요는 없다

FAT구조를 참조하여, 파티션테이블에서, 최대 2GB의 용량을 가지는 FAT 파티 션 의 헤더 주소(header address)와 엔드 주소(end address)가 저장된다. 부트섹터는 FAT가 12비트 FAT 또는 16비트 FAT인지를 나타내고, 또한 FAT구조도 나타낸다. FAT구조에는 FAT의 크기, 클러스터 크기 및 각 영역의 크기가 포함된다.

FAT는 대응하는 파일을 형성하는 클러스터의 링크 구조를 나타내는 테이블이며, 이것은 아래에서 논의한다. FAT 다음의 영역에, FAT복사가 저장된다. 루트디렉토리는 파일명, 선두 클러스터 번호 및 각종 속성을 저장한다. 32바이트는 각 파일을 설명하는데 사용된다.

FAT에서, FAT의 엔트리과 클러스터 간의 관계는 일대일 대응이다. 각 클러스터의 엔트리에서, 링크된 클러스터 즉, 연속적인 클러스터 번호를 설명한다. 즉, 복수의 클러스터(블럭)로 형성된 파일에 관하여, 선두 클러스터 번호는 디렉토리에 나타내며 제 2클러스터 번호는 FAT의 선두 클러스터의 엔트리에 나타낸다. 제 3클러스터 번호는 제 2클러스터 번호의 엔트리에 나타낸다. 이 방식으로, 클러스터 링크는 FAT에서 기술된다.

링크된 클러스터 구조의 개념은 도 11에 도식적으로 나타내고, 도 11에 나타낸 번호는 16진법으로 나타내고 있다. MAIN.C 및 FUNC.C와 같이 두 개의 파일이 저장되면, 선두 클러스터 번호 예를 들면, 두 개의 파일 중 002 및 004가 디렉토리에 기술된다.

파일(MAIN.C)에 관해서, 연속된 클러스터 번호(003)는 선두 클러스터 번호 (002)의 엔트리에 나타내며, 다음 연속적인 클러스터 번호(006)는 클러스터 번호 (003)의 엔트리에 기술된다. 클러스터 번호(006)는 이 파일(MAIN.C)의 최종 클러스터이며, 최종 클러스터를 나타내는 FFF는 클러스터 번호(006)의 엔트리에 기술된다.

따라서, 파일(MAIN.C)은 클러스터(002, 003 및 006)의 순서로 저장된다. 즉, 클러스터 번호가 스틱형 메모리(1)의 블럭 번호와 일치하는 것으로 가정하면, 파일(MAIN.C)은 스틱형 메모리(1)의 블럭(002, 003 및 006)에 저장된다. 그러나, 상기 기술된 것처럼, FAT에 의해 조정된 클러스터가 논리 주소와 동일하기 때문에, 물리 주소와 항상 일치하는 것은 아니다.

동일하게, FAT는 파일(FUNC.C)이 도 11의 B와 C로 나타낸 것처럼 클러스터 004 및 005의 순서로 저장된 것을 나타낸다.

사용되지 않는 블럭에 대응하는 클러스터의 엔트리에서, 000이 지시된다.

루트 디렉토리에 저장된 각 파일의 디렉토리에서, 도 11의 A 및 B로 나타낸 선두 클러스터 번호뿐만 아니라 도 12에 나타낸 것과 같은 각종 데이터를 기술한다. 즉, 파일명, 확장, 속성, 예비 영역, 최근 갱신 시간정보 및 최근 갱신 날짜정보, 선두 클러스터 번호 및 파일 크기는 괄호로 나타낸 바이트 수로 저장된다.

디렉토리보다 낮은 층인 서브디렉토리는 도 10에 나타낸 루트 디렉토리보다는 데이터 영역에 저장된다. 즉, 서브디렉토리는 디렉토리 구조를 가지는 파일처럼 다루워진다. 서브디렉토리의 크기는 무제한적이며, 서브디레토리의 엔트리과 루트디렉토리의 엔트리가 요구된다.

도 13은 속성이 디렉토리인 파일(DIP1)이 루트디렉토리에 저장된 구조의 일예를 나타내고, 속성이 디렉토리인 파일(DIR2)은 파일(DIR1)에 저장되고, 최종적으로, 파일(FILE)은 파일(DIR2)에 존재한다.

서브디렉토리로서 사용된 파일(DIR1)의 선두 클러스터 번호는 루트디렉토리에서 지시된다. 즉, 클러스터 X, Y 및 Z는 상기 기술된 FAT에 의해 링크된다. 도 13은 디렉토리(DIR1 및 DIR2)가 파일로서 조정되고 FAT링크에 통합되는 것을 나타낸다.

FAT구조의 전술한 설명을 도 29를 참조해서 요약한다. FAT관리방법을 도 29의 메모리 맵의 개략도를 참조하여 아래에서 논의한다.

메모리 맵에서, 파티션 테이블, 자유공간, 부트섹터, FAT, FAT백업영역, 루트디렉토리, 서브디렉토리 및 데이터 영역은 도 29에 나타낸 메모리 맵의 상부에서터 형성된다.

도 29에 나타낸 매모리 맵은 논리/물리주소 변환테이블에 기초한 논리/물리 주소 변환을 실행한 후 얻어진다.

상기 기술한 루트 섹터, FAT, FAT백업영역, 루트디렉토리, 서브디렉토리 및 데이터영역은 "FAT파티션영역"으로서 집합적으로 참조된다. 상기 파티션 테이블에 있어서, FAT파티션영역의 헤더주소와 엔드주소가 기록된다. 일반적으로, 파티션 테이블은 플로피 디스크로 사용되는 FAT에는 제공되지 않는다.

파티션 테이블 이외에는 데이터가 제 1트랙에 저장되지 않기 때문에 자유공간이 생성된다.

연속된 부트섹터는 FAT가 12비트 FAT인지 또는 16비트 FAT인지를 나타내며, FAT구조의 크기, 클러스터 크기 및 각 영역의 크기는 FAT의 유형에 따라서 기록된 다.

FAT는 데이터 영역에 저장된 파일의 위치를 관리한다. 파일 백업영역은 FAT가 복사된 영역이다.

루트디렉토리의 일부는 파일명, 선두 클러스터 주소 및 각종 속성을 저장하며, 32바이트는 각 파일에 사용된다.

서브디렉토리의 일부는 속성이 디렉토리인 파일로서 사용되며, 도 29의 일예에서, PBLIST.MSV, CAT.MSV, DOG.MSV 및 MAN.MSV와 같이 4개의 파일이 서브디렉토리에 저장된다. 서브디렉토리의 일부는 파일명 및 FAT의 파일의 저장장소를 관리한다. 구체적으로, 도 29에 나타낸 서브디렉토리에서 FAT주소 "5"는 파일명 CAT.MSV가 기록된 슬롯에 저장되고, FAT주소 "10"은 파일명(DOG.MSV)이 기록된 슬롯에 저장된다. FAT주소(110)는 파일명(MAN.MSV)이 기록되는 슬롯에 저장된다.

클러스터(cluster)(2)와 다음의 클러스터는 실제의 데이터영역으로서 사용되고, 적응차분 펄스부호 변조방식(adaptive differential pulse code modulation(ADPCM))에 의해 압축된 음성데이터는 데이터영역에 기록된다.

이 실시의 형태에 있어서, 파일명(CAT.MSV)하의 ADPCM-압축 음성데이터는 클러스터(8)를 통하여 클러스터(5)에 기록된다. ADPCM-압축 음성데이터, 예를 들면 파일명(DOG.MSV)의 첫부분인 DOG-1은 클러스터(12)를 통하여 클러스터(10)에 기록되고, 한편 ADPCM-압축 음성데이터, 예를 들면 파일명(DOG.MSV)의 두번째 부분인 DOG-2는 클러스터(100, 101)에 기록된다. 파일명(MAN.MSV)하의 ADPCM-압축 음성데이터는 클러스터(110, 111)에 기록된다.

도 29는 하나의 파일이 분리되어 클러스터에 이산하여 기록되는 예를 나타낸다. "empty"에 의해 나타낸 데이터영역의 클러스터는 데이터를 기록하기 위한 자유공간이다.

클러스터(200)와 다음의 클러스터는 파일명을 관리하기 위하여 사용된다. 파일(CAT.MSV)은 클러스터(200)에 기록되고, 파일(DOG.MSV)은 클러스터(201)에 기록되며, 파일(MAN.MSV)은 클러스터(202)에 기록된다.

파일순서는 클러스터(200)와 다음의 클러스터에서 재배열된다.

상술한 바와 같이 구성되는 스틱형(stick-type) 메모리(1)가 먼저 삽입될 경우, 메모리의 헤더 예를 들면 파티션테이블을 참조함으로써, FAT파티션영역의 헤더 주소와 엔드주소를 식별할 수 있다. 부트(boot)섹터로부터 데이터의 일부분을 독출한 후에, 루트디렉토리와 서브디렉토리에 저장되는 데이터가 생성된다. 그리고, 서브 디렉토리상에 기록된 재생관리정보 예를 들면 PBLIST.MSV가 기록된 슬롯을 조사함으로써, PBLIST.MSV를 기록하는 슬롯의 엔드 주소가 체크된다. 본 실시의 형태에서는 PBLIST.MSV가 기록된 슬롯의 끝부분에 주소(200)가 나타나기 때문에, 레퍼런스(reference)는 클러스터(200)가 된다.

클러스터(200)와 다음의 클러스터에서는 파일명이 관리되는 동시에 파일의 재생순서가 관리된다. 본 실시의 형태에서, 파일명(CAT.MSV)은 재생되는 제 1트랙이고, 파일명(DOG.MSV)은 제 2트랙이며, 파일명(MAN.MSV)은 제 3트랙이다.

클러스터(200) 다음의 모든 클러스터에 대한 참조완료한 후, 레퍼런스가 다시 서브 디렉토리가 되어, 파일명(CAT.MSV, DOG.MSV, MAN.MSV)에 매치하는 슬롯을 조사한다. 도 29에 나타낸 맵(map)테이블에서, 주소(5)는 파일명(CAT.MSV)이 기록된 슬롯의 끝부분에 나타난다. 주소(10)는 파일명(DOG.MSV)이 기록된 슬롯의 끝부분에 저장된다. 주소(110)는 파일명(MAN.MSV)이 기록된 슬롯의 끝부분에 나타난다.

그리고, 주소(5)에 기초하여 FAT의 엔트리 주소를 조사한 후에, 클러스터 주소(6)가 엔트리로 된다. 엔트리 주소(6)를 참조함으로써 클러스터 주소(7)가 엔트리로 되고, 엔트리 주소(7)를 참조함으로써 클러스터 주소(8)가 엔트리로 된다. 또한, 엔트리 주소(8)를 참조함으로써 파일의 끝을 나타내는 부호(FFF)가 기록된다.

따라서, 파일(CAT.MSV)은 클러스터(5, 6, 7, 8)를 차지하고, 데이터 영역의 클러스터(5, 6, 7, 8)를 참조함으로써 CAT.MSV명의 ADPCM압축 데이터가 실제로 기록된 영역을 액세스할 수 있게 된다.

이산적으로 기록된 파일(DOG.MSV)을 조사하기 위한 방법은 다음과 같다.

주소(10)는 파일(DOG.MSV)이 기록된 슬롯의 끝부분에 지시된다. 주소(10)에 기초하여 FAT상의 엔트리 주소를 조사한 후에, 클러스터 주소(11)가 엔트리로 된다. 엔트리 주소(11)를 참조함으로써 클러스터 주소(12)가 엔트리로 된다. 엔트리 주소(12)를 참조함으로써 클러스터 주소(100)가 엔트리로 된다. 또한, 엔트리 주소(100)를 참조함으로써 클러스터 주소(101)가 엔트리로 된다. 마지막으로, 엔트리 주소(101)를 참조함으로써 파일의 끝을 나타내는 부호(FFF)가 기록된다.

따라서, 파일(DOG.MSV)은 클러스터(10, 11, 12, 100, 101)를 차지하고, 데이터 영역의 클러스터(10, 11, 12)를 참조함으로써 파일(DOG.MSV)의 첫부분에 대응하는 ADPCM 데이터가 기록된 영역을 액세스할 수 있게 된다. 또한, 데이터영역의 클러스터(100, 101)를 참조함으로써 파일(DOG.MSV)의 두번째 부분에 대응하는 ADPCM 데이터가 기록된 영역을 액세스할 수 있게 된다.

파일명(MAN.MSV)에 관해서는 주소(110)에 기초하여 FAT상의 엔트리 주소를 조사함으로써 클러스터 주소(111)가 엔트리로 된다. 엔트리 주소(111)를 참조함으로써 파일의 끝을 나타내는 부호(FFF)가 기록된다. 따라서, 파일(MAN.MSV)은 클러스터(110, 111)를 차지한다.

상술한 바와 같이, 플래쉬 메모리상에 이산적으로 기록되는 파일의 데이터부분이 상호 연결되고 연속적으로 재생될 수 있다.

이제, 도 29에 나타낸 3개 파일 중에서 파일(CAT.MSV)을 분리하는 것에 대해 설명한다. 도 30은 파일(CAT.MSV)이 분리될 때의 메모리 맵을 나타낸다. 분리하는 동작이 실행될 때의 FAT상의 편집처리는 다음과 같다.

이제, 2개의 파일 예를 들면 CAT1.MSV, CAT2. MSV가 생성된 결과로 사용자가 클러스터(6)와 클러스터(7)사이의 경계에서 분리동작을 행한다고 가정한다.

각각의 클러스터(201, 203)상에 미리 기록되어 있는 파일(DOG.MSV, MAN.MSV)은 먼저 각각 클러스터(202, 203)로 이동된다. 그리고, 클러스터(200)의 파일명은 사용자에 의해 입력된 CAT1와 식별자(MSV)의 결합인 CAT1.MSV로 바뀌되고, 사용자에 의해 입력된 CAT2와 식별자(MSV)의 결합인 CAT2.MSV가 클러스터(201)상에 기 록된다.

연속하여, 서브 디렉토리상에 기록된 CAT.MSV는 CAT1.MSV에 의해 덮어쓰기되고, CAT2.MSV는 미사용 슬롯상에 기록된다.

CAT2.MSV가 저장된 클러스터 번호(7)는 CAT2.MSV가 기록된 슬롯의 끝에 기록된다. 그 이후에, FAT상의 엔트리 주소(6)가 FFF에 의해 덮어쓰기됨으로써, 서브 디렉토리의 CAT1.MSV슬롯에 의해 나타낸 파일의 끝이 클러스터(6)로 될 수 있다.

5. 스틱형(stick-type) 메모리의 파일구조

5.1 디렉토리 구성

스틱형 메모리(1)에 저장되는 파일구조는 다음과 같다. 먼저, 도 14를 참조하여 디렉토리 구성을 설명한다.

상기와 같이, 스틱형 메모리(1)에 의해 관리될 수 있는 메인 데이터는 동화상 데이터, 정지화상 데이터, 마이크로폰으로부터 기록되는 메시지 데이터, CD, MD등의 기록매체로부터 기록되는 양질의 음성데이터, 제어데이터, 텔레폰 디렉토리 데이터 등을 포함한다. 따라서, 디렉토리 구성은 도 14에 나타낸 바와 같이 메시지 디렉토리(VOICE), 정지화상 디렉토리(DCIM), 동화상 디렉토리(MOxxxxnn), 제어 디렉토리(CONTROL), 음악 디렉토리(HIFI), 텔레폰 디렉토리(TEL)가 루트 디렉토리하에 배치된다.

본 실시의 형태에서, 디렉토리 구성은 메시지 데이터파일의 내용으로 이하에 상세하게 설명한다. 디렉토리(VOICE)의 서브 디렉토리로서, 메시지 리스트파일과 폴더(FOLDER1, FOLDER2) 등의 복사인 메시지 리스트파일(A)(MSGLIST.MSF)과 메시지 리스트파일(B)(MSGLISTB.MSF)이 도 14에 나타낸 바와 같이 형성되어 있다. 실제의 메시지 데이터파일, 예를 들면 파일명(98120100.MSV)은 폴더내에 형성되어 있다.

상술된 디렉토리 구성은 단지 하나의 예이며, 다른 폴더가 FOLDER1 등의 폴더하에 형성될 수 있다.

VOICE 디렉토리의 구조는 메시지 리스트파일내에 등록되며, 대응하는 드라이브 시스템에 의해 임의적으로 생성된다. 메시지 리스트파일은 디렉토리 구조에 대하여 관리파일로서 사용되어 스틱형 메모리(1)내에 백업(backup) 복사함으로써, 그 데이터가 부주의에 의해 삭제되는 것을 방지할 수 있다.

5.2 메시지 리스트파일

이하에서는 도 15∼도 18을 참조하여 메시지 리스트파일의 구조를 설명한다. 도면의 행과 열에 나타낸 수는 16진법의 바이트수이다.

도 15는 메시지 리스트파일의 데이터구성을 나타낸다. 메시지 리스트파일의 최초 32바이트는 헤더로서 사용되며, 64바이트 폴더 엔트리와 복수의 32바이트 메시지 엔트리가 이어진다. 이 방식에서, 폴더 엔트리와 메시지 엔트리의 소정수의 결합은 메시지 리스트파일에 배치된다.

상기와 같은 구조의 메시지 리스트파일에서, 폴더 엔트리에 의해 지정된 폴더를 배열하는 순서는 폴더의 전환과 폴더를 표시하는 순서를 나타낸다. 메시지 엔트리에 의해 지정된 메시지 데이터를 배열하는 순서는 메시지 데이터의 전환 및 디스플레이와 메시지 데이터를 재생하는 순서를 나타낸다.

메시지 리스트파일의 32바이트 헤더의 구조는 도 16에 나타낸다. 헤더에서는, 도 16에 나타낸 바와 같이 4바이트 메시지 리스트파일 ID(MSG-ID), 2바이트 포맷버전번호(FMT-VER), 2바이트 제작자코드(MCode), 8바이트 편집날짜(YMDHMSW), 4바이트 파일번호(FILE-NO), 2바이트 폴더 엔트리 크기(FSIZE), 2바이트 메시지 엔트리 크기(MSIZE), 2바이트 폴더 엔트리 오프셋(OFFSET), 2바이트 문자코드(CCODE), 2바이트 버전번호(REV)가 설명되어 있다. 헤더에서, R은 예비용을 나타내며, 동일한 기호가 도 17, 18, 20에서 사용된다.

선두 메시지 리스트파일 ID(MSG-ID)는 0x4D53474C(=MSGL)와 같은 고정된 값이며, 대응하는 파일이 메시지 리스트파일인 것을 나타낸다.

포맷버전번호(FMT-VER)는 스틱형 메모리(1)에서 음성데이터 파일을 저장하기 위한 시스템에 정의되어 있는 포맷의 버전번호를 나타내며, 포맷버전번호(FMT-VER)는 현재 사용되는 버전번호를 식별할 수 있도록 한다. 그 번호의 상위 바이트는 다수의 번호를 나타내며 하위의 2바이트는 소수의 번호를 나타내는 것으로써, 예를 들면 0x0100은 버전 1.0을 나타낸다.

제작자 코드(MCode)는 제작자코드 및 가장 최근에 메시지 리스트파일을 편집한 시스템 모델을 나타낸다. 편집날짜(YMDHMSW)는 연, 월, 일, 시, 분, 초와 메시지 리스트파일이 가장 최근에 편집된 요일을 나타낸다. 총 8바이트가 할당된 2진값이 사용된다. 즉, 연도에는 2바이트, 각각의 다른 정보에는 1바이트가 사 용된다. 요일(월요일∼일요일)을 나타내는 정보에서는 특정의 값이 설정된다.

파일번호(FILE-NO)는 가장 최근에 생성된 메시지의 파일수를 나타낸다. 파일번호는 메시지 파일명을 생성하기 위한 시리얼번호로서 나타내며 새로운 파일이 생성될 때마다 증가함으로써, 연속적으로 생성된 파일명에 대한 값을 유지할 수 있다. 파일번호는 날짜가 변경될 때 0으로 리셋된다.

폴더 엔트리 크기(FSIZE)는 도 15에 나타낸 폴더 엔트리(FOLDER ENTRY)의 크기를 나타내며, 고정된 값, 예를 들면 64바이트이다.

메시지 엔트리 크기(MSIZE)는 도 15에 나타낸 메시지 엔트리(MESSAGE ENTRY)의 크기를 나타내며, 고정된 값, 예를 들면 32바이트이다.

폴더 엔트리 오프셋(OFFSET)은 파일의 시작에서부터 오프셋값에 의해 첫번째 폴더 엔트리가 시작되는 위치를 나타낸다. 예를 들면, 도 15에 나타낸 0x0020에서 0x005F까지 위치되어 있는 폴더의 시작위치에 대하여, 32는 파일의 시작에서 오프셋값으로 설정된다.

폴더 엔트리의 구조는 도 17에 나타낸다. 폴더 엔트리에는 2바이트 폴더 ID(FLD-ID), 2바이트 제작자 코드(MCode), 12바이트 폴더명(FLD-NAME), 2바이트 문자코드(C-CODE), 44바이트 디스플레이명(DISP-NAME)이 설명되어 있다.

폴더 ID는 폴더 엔트리 데이터의 헤더를 식별하기 위하여 고정된 값, 예를 들면 0x4644(=FD)이다. 제작자 코드(MCode)는 대응 폴더를 생성하는 시스템의 모델과 제작자의 코드를 나타낸다.

폴더명(FLD-NAME)으로서는 FAT상의 폴더명이, 예를 들면 JIS X 0201에 의해 정의된 코드로 표시되는 디렉토리명과 같은 문자열로 기록된다. 폴더명은 기본적으로 최대 8바이트를 갖는 디렉토리명과 도트(.)와 최대 3바이트를 갖는 확장자로 형성되어 있다. 확장자가 필요하지 않을 경우에는 확장자와 도트없이 디렉토리명만을 나타낼 수 있다. 터미널 심볼(Ox00)은, 문자열(string)이 전체 기록영역의 폴더명을 소유할 경우에 공간의 부족에 기인하여 생략될 수도 있지만, 문자열의 끝에 지시된다.

문자코드(C-CODE)는 연속하는 디스플레이명을 기술하는 문자코드를 식별하기 위한 코드이며, 예를 들면 JIS X 0208-1997(소위, 시프트 JIS 코드)에 대해서는 0x90이거나 ISO8859-1에 대해서는 0x03을 가리킨다.

디스플레이명(DISP-NAME)은 시스템상에서 디스플레이된 폴더명을 나타내며, 문자열 예를 들면 상술된 C-CODE에 의해 지정된 문자코드에서 기록된다. 최소한 터미널 심볼(0x00)의 1바이트는 문자열의 끝에 기록되고, 0x00이후의 값은 임의적이다. 터미널 심볼의 기록은 폴더명이 전체 기록영역의 디스플레이명을 소유할 경우 공간의 부족에 기인하여 필요하지 않게 된다.

메시지 엔트리의 구조를 도 18에 나타낸다. 메시지 엔트리는 1바이트의 메시지 ID(MID), 1바이트의 우선순위(priority)(PRI), 1바이트의 알람모드(AL-M), 5바이트의 알람 데이트(AL-DATE), 8바이트의 파일명(FILE-NAME), 6바이트의 기록일시(REC-DATE)로 형성되어 있다.

메시지 ID는 메시지 엔트리 데이터의 헤드를 식별하기 위하여 고정된 값, 예를 들면 0x4D(=M)이다. 우선순위(PRI)는 메시지의 중요성(또는 우선순위)을 나타내며, 더 큰 값이 더 높은 우선순위를 나타내는 4개의 레벨, 예를 들면 0x00에서 0x03에 의해 나타내어진다. 우선순위(PRI)가 지정되지 않을 경우, 0x00이 설정된다.

알람모드(AL-M)는 알람기능모드를 나타낸다. 각 비트는 다음과 같이 정의된다.

비트 1, 비트 0 ... 날짜 및 시간을 설정

비트 1 = 0, 비트 0 = 0 지정된 시간에서 동작

비트 1 = 0, 비트 0 = 1 주일의 지정된 날짜에서 동작

비트 1 = 1, 비트 0 = 0 지정된 월, 일, 시에서 동작

비트 1 = 1, 비트 1 = 1 예비(reserved)

비트 2 ... 예비(0으로 설정)

비트 3 ... 여분(residual) 플래그

0 비트 7은 알람을 동작한 후에 0(클리어)으로 설정된다.

1 비트 7은 알람을 동작한 후에 0(클리어)으로 설정되지 않는다.

비트 4 ... 예비(0으로 설정)

비트 5 ... 메시지 재생 플래그

0 메시지는 알람시간에서 재생되지 않는다.

1 메시지는 알람시간에서 재생된다.

비트 6 ... 알람음성 플래그

0 알람음성이 알람시간에서 발생되지 않는다.

1 알람음성이 알람시간에서 발생된다.

비트 7 ... 알람설정 플래그

0 알람이 설정되지 않는다.

1 알람이 설정된다.

알람기능이 사용되지 않을 경우에, 알람모드(AL-M)는 0x00으로 설정된다. 비트 5 및 비트 6이 1을 나타낼 때에는 알람음성을 발생시키고 메시지를 재생하고, 메시지를 삭제하는 순서대로 동작을 실행한다.

알람 데이트(AL-DATE)는 알람이 동작되는 날짜와 시간을 나타내며, 각각의 정보는 1바이트를 갖는 연, 월, 일, 시, 분, 요일의 2진값으로 나타내어진다. 연도은 1980년부터 오프셋값으로서 나타낸다. 0∼127의 값은 1980∼2107년을 나타낸다. 연도가 설정되지 않을 경우에, 0xFF가 설정된다. 0∼127 이외의 값과 0xFF의 사용은 금지된다.

파일명(FILE-NAME)에는 FAT상의 메시지 파일명이 기록되며, 확장자가 없는 파일명이 예를 들면 JIS X 0201에 의해 정의된 코드로 기록된다. 터미널 심볼(0x00)은, 문자열이 전체 기록영역의 파일명을 소유할 경우에 공간의 부족에 기인하여 생략될 수도 있지만, 문자열이 끝에 기록된다.

기록날짜(REC-DATE)에는 메시지가 기록된 일시가 연, 월, 일, 시, 분, 초의 순서로 1바이트이 2진값으로 저장된다. 연은 1980년으로부터 오프셋값으로 표현된다. 0∼127의 값은 1980∼2107년을 나타낸다. 0∼127 이외의 값과 0xFF의 사용은 금지된다.

상기와 같이 구성된 메시지 리스트파일은 VOICE디렉토리하에 즉시 위치되며, 각 시스템사이에서 사용하기 위하여 공유된다.

시스템이 리셋되거나 또는 스틱형 메모리(1)가 시스템에 삽입될 경우와 같이 먼저, 시스템이 스틱형 메모리(1)를 식별할 경우에, 다음의 (1)∼(7)까지의 동작이 실행된다.

(1) 먼저, VOICE디렉토리의 서브 디렉토리 엔트리가 메시지 리스트파일의 내용과 매치하는지를 체크한다.

(2) 새롭게 생성된 서브 디렉토리를 메시지 리스트파일에 부가한다.

(3) 삭제된 서브 디렉토리를 메시지 리스트파일로부터 삭제한다(펄스널 컴퓨터(PC)상의 메시지 리스트파일의 편집동작을 실행하는 것 없이 서브 디렉토리를 부가하거나 삭제할 수 있기 때문에, 동작 (2) 및 (3)이 필요하게 된다).

(4) VOICE디렉토리하의 서브 디렉토리의 파일 엔트리가 메시지 리스트파일의 내용에 매치하는지를 체크한다.

(5) 새롭게 생성된 파일을 메시지 리스트파일에 부가한다.

(6) 삭제된 파일을 메시지 리스트파일로부터 삭제한다.(PC상의 메시지 리스트파일의 편집동작을 실행하는 것 없이 파일을 부가하거나 삭제할 수 있기 때문에, 동작 (5) 및 (6)이 필요하게 된다).

(7) 시스템에서 사용되는 디렉토리가 없을 경우에, 디렉토리를 새롭게 생성한다.

메시지 리스트파일의 크기는 32736바이트(32 × 1024 - 32)로 정해진다. 마지막 메시지 엔트리후에는 32바이트영역에서 0x00이 설정된다. 등록될 수 있는 메시지(FAT파일)의 최대수는 VOICE디렉토리하의 서브 디렉토리의 수가 1개일 때 1020이다. 메시지 리스트파일에서, 폴더 엔트리(서브 디렉토리)는 2개의 메시지 엔트리 영역과 동일한 영역을 필요로 함으로써, 폴더 엔트리의 수가 1씩 증가하기 때문에, 등록될 수 있는 메시지의 수는 2씩 감소한다.

5.3 메시지 데이터파일

실제의 메시지 데이터를 저장하기 위한 메시지 데이터파일은 다음과 같다. 메시지 데이터파일의 파일명은 메시지 리스트파일에 등록되며, 시스템에 의해 임의적으로 생성된다.

도 19는 메시지 데이터파일의 데이터구조를 나타낸다. 메시지 데이터파일은 포맷 프레임(FORMAT FRAME), TOC 프레임(TOC FRAM), 타이틀 프레임(TITLE FRAME), 제작자 프레임(MAKER FRAME), 저작자 프레임(AUTHOR FRAME), 정보프레임(INFORMATION FRAME), 공간 프레임(SPACE FRAME), 데이터 프레임(DATA FRAME)으로 형성되어 있다. 그러나, TITLE FRAME, MAKER FRAME, AUTHOR FRAME 및 INFORMATION FRAME의 제공이 선택사항이면, 메시지 데이터 파일은 기본적으로 도 19의 실선으로 둘러싸인 FORMAT FRAME, TOC FRAME, SPACE FRAME 및 DATA FRAME으로 형성된다.

포맷 프레임은 대응 메시지 데이터 파일을 위한 기본 관리 정보로 사용되고, 이후에 상세하게 설명될 코덱 유형 등을 나타낸다.

TOC 프레임은 메시지 데이터 파일의 각 프레임의 배열을 나타내는 관리 정보 로서 사용된다. 다시 말해, 메시지 데이터 파일의 프레임 구조는 TOC 프레임에 의해 식별될 수 있다.

데이터 프레임에는, 실제의 메시지 데이터가 저장된다. 이후에 상세하게 설명될 공간 프레임은 TOC 프레임을 확장하기 위한 예비 영역으로 사용되는 재생 불능(사용불능) 영역이거나 또는 파일 내에서 재생 불능 영역을 설정하는데 사용된다.

비록 다른 프레임들은 동일한 파일에서 하나씩만 제공될 지라도, 복수의 데이터 프레임과 복수의 공간 프레임은 동일한 파일내에서 제공될 수 있다. 포맷 프레임은 항상 파일의 헤드에 배치되고, 그 바로 다음에 TCO 프레임이 따른다.

선택사항으로서, 타이틀 프레임, 제작자(maker) 프레임, 저작자(author) 프레임 및 정보 프레임은 프레임 ID(후술함)의 오름차순으로 TOC 프레임 이후에 집합적으로 배치된다. 공간 프레임은 항상 상기 선택적 프레임 뒤에 온다.

포맷 프레임의 구조는 도 20에 도시되어 있다. 포맷 프레임은 코덱(codec) 유형 등이 기술되어 있는 필수 프레임이고, 반드시 프레임의 헤드에 위치되어야 한다.

포맷 프레임은 도 20에 도시된 바와 같이, 8바이트 파일 ID(FILE-ID), 4바이트 포맷 크기 프레임(SIZE-FMT), 2바이트 포맷 버전수(FMT-VER), 16바이트 컴퍼니 네임(C-NAME), 16바이트 세트 네임(S-NAME), 2바이트 펌웨어 버전수(SET-VER), 8바이트 기록 시간 및 날짜(DATE-TIME), 2바이트 포맷 ID(FMT-ID), 2바이트 채널 번호(CHAN), 4바이트 샘플링 주파수(초당 샘플)(SAMP), 4바이트 평균 초당 바이트(BYTE), 2바이트 블럭 배열(ALIGN), 2바이트 샘플당 비트(비트), 2바이트 여분 영역 크기(EXT)로 형성된다. 여분 영역이 제공되어도 된다.

파일 ID(FILE-ID)는, 예를 들어 대응 파일이 ISO8859-1 문자코드를 사용하는 음성(voice) 포맷 파일(이 실시예에서는 사운드 데이터 파일 포맷)임을 나타낸다. 이 파일 ID는 예를 들면 MS_VOICE의 고정값이다.

포맷 프레임 크기(SIZE-FMT)는 바이트 단위로 포맷 프레임 크기를 나타낸다. 이하에 상세하게 설명하는 바와 같이, TOC 프레임은 이런 포맷 프레임 크기 때문에 액세스될 수 있다.

포맷 버전수(FMT-VER)는 음성 포맷의 버전을 나타낸다. 상위 1바이트는 큰 쪽의 버전수를 나타내고, 하위 1바이트는 작은 쪽의 버전수를 나타낸다. 예를 들어 0x0100은 버전 1.0이고, 0x0203은 버전 2.3이다.

컴퍼니 네임(C-NAME)은 예를 들어 ISO8859-1 문자코드를 사용하여 문자열의 형태로 파일을 제조한 회사명을 나타낸다. 만약 문자열이 컴퍼니 네임의 전체 영역을 차지한다면 공간 부족으로 인해 문자열이 생략되더라도 말단 코드(0x00)는 문자열의 끝부분에 설정된다.
세트 네임은(S-NAME)은 예를 들어 ISO8859-1 문자코드를 사용하므로 문자열의 형태인 파일을 생성한 시스템명을 나타낸다. 만약 문자열이 세트 네임의 전체 영역을 차지한다면 공간 부족으로 인해 문자열이 생략되더라도 말단 코드(0x00)는 문자열의 끝부분에 설정된다.

세트 펌웨어 버전수(SET-VER)는 시스템 펌웨어의 버전을 나타낸다. 상위 1바이트는 큰 쪽의 버전수를 나타내고, 하위 1바이트는 작은 쪽의 버전수를 나타낸다. 예를 들어, 0x0100은 버전 1.0, 0x0203은 버전 2.3을 나타낸다.

기록 시간 및 날짜(DATE-TIME)는 2진값으로 표현되어 2바이트는 연도에 할당 되고, 2바이트는 월, 일, 시간, 분, 초 및 요일 등의 각 다른 정보들에 할당된다.

코덱 유형은 포맷 ID(FMT-ID)에서 다음과 같이 설정된다.

0x0002 G726 ADPCM 22 ㎑/3비트

0x0005 G726 ADPCM 11 ㎑/3비트

0x0007 G726 ADPCM 8 ㎑/4비트

0x0009 G726 ADPCM 8 ㎑/2비트

채널번호(CHAN)는 댜음과 같이 채널번호를 표시한다.

0x0001 모노포닉(monophonic)

0x0002 스테레오

초당 샘플(SAMP)은 다음과 같이 샘플 주파수를 지정한다.

0x00001F40 8 ㎑

0x00002B11 11.025 ㎑

초당 평균 바이트(BYTE)는 데이터 크기로부터 재생 시간을 계산하는데 사용되는 초당 바이트수를 나타낸다.

블럭 배열(ALIGN)은 분리될 수 없는 데이터 그룹을 바이트 단위로 나타내고, 데이터의 시작의 위치를 정하는데 사용된다. 예를 들어 0x0030은 46바이트이고, 0x0010은 16바이트이다.

샘플당 비트(비트)는 샘플당 비트수를 다음과 같이 표시한다.

0x0004 4비트

0x0003 3비트

0x0002 2비트

여분 영역 크기(EXT)에서는, 코덱에 고유한 정보를 기술하기 위한 영역(여분 데이터 영역)의 크기가 바이트 단위로 표시된다. 즉, 여분 데이터 영역이 생성되면, 그 영역의 크기가 표시된다. 여분 데이터 영역은 16바이트의 단위로 생성된다. 만약 여분 데이터 영역이 필요하지 않으면, 0x0000이 여분 영역 크기(EXT)에 설정된다.

포맷 프레임 이후에, 도 31에 도시된 TOC 프레임이 배치된다. TOC 프레임에서는, 파일의 각 프레임의 배치가 기술된다. 8바이트가 각 프레임에 대해 사용되므로, TOC 프레임의 크기는 이 결과 8바이트와 총 프레임 개수를 곱한 값이 된다. 따라서, TOC 프레임의 크기는 프레임의 부가나 삭제에 따라 변화한다. 프레임의 총 개수가 홀수이면, 0x00이 TOC 프레임 말미의 미사용 8바이트 영역에 설정된다. 도 31에서는, 0x00이 주소 0x0028∼0x002F에 설정된다.

1프레임에 대해 사용된 8바이트의 구성은 다음과 같다.

프레임 ID (FRAME ID) 1바이트

예비(RESERVED) 3바이트(고정값 0x00)

프레임 크기(FRAME SIZE) 4바이트

프레임 유형은 프레임 ID에 의해 다음과 같이 정의된다.

포맷 프레임 0x01

TOC 프레임 0x02

공간 프레임 0x03

데이터 프레임 0x04

타이틀 프레임 0x05

제작자(maker) 프레임 0x06

저작자(author) 프레임 0x07

정보 프레임 0x08

프레임 크기는 프레임 ID에 의해 지정된 프레임 크기를 바이트 단위로 나타낸다.

TOC 프레임에서는, 상기 8바이트 데이터의 그룹이 프레임 배열순으로 기술된다. TOC 프레임의 특정 예를 이하에서 설명할 것이다.

TOC 프레임의 내용에 따라, 대응 사운드 데이터 파일의 구조가 식별될 수 있다. 사운드 데이터 파일에의 접근시에, 먼저 포맷 프레임이 식별되고, 그리고나서 TOC 프레임의 내용이 검색된다. 상기한 바와 같이, TOC 프레임은 포맷 프레임 크기(SIZE-FMT)에서 포맷 프레임의 크기의 설명으로 인해 접근될 수 있다. 즉, TOC 프레임의 헤드 주소는 포맷 프레임 크기의 값만큼 그 파일의 헤드로부터 오프셋(offset)된 주소이다.

상기한 바와 같이, TOC 프레임 이후에, 타이틀 프레임, 제조자 프레임, 작자 프레임 및 정보 프레임이 배열될 수 있다.

타이틀 프레임은 타이틀을 기록하기 위한 프레임이고, 선두의 2바이트는 예를 들어 기록된 타이틀의 문자코드 유형을 다음과 같이 표현한다.

0x0000 JIS x 0208-1997(SJIS)

0x0001 ISO8859-1

타이틀 프레임의 크기는 16바이트의 정수곱이고, 말단 코드 0x00는 타이틀의 문자열의 말미에 설정된다.

제작자 프레임은 회사명, 기계명 및 파일을 생산한 기계의 펌웨어 버전수를 나타낸다. 타이틀 프레임 뿐만 아니라 제조자 프레임에서도, 선두 2바이트는 문자코드 유형을 나타내고 그리고나서 문자열이 따른다. 제조자 프레임의 크기는 16바이트의 정수곱이고, 말단 코드 0x00는 문자열의 말미에 설정된다.

저작자 프레임은 작자명(저작권 보유자)을 문자열로서 표현한다. 선두 2바이트는 문자코드유형을 표시하고, 그 다음으로 문자열이 따른다. 작자프레임의 크기는 16바이트의 정수곱이고, 말단 코드 0x00는 문자열의 말미에 설정된다.

정보 프레임은 부가 정보를 기록하기 위한 프레임이다. 부가 정보는 앨범명, 아티스트명, 지휘자명을 포함한다. 부가정보는 평균 정도의 학습이 행해질 경우의 재생 횟수를 더 포함한다. 최초 바이트는 정보 카테고리 ID를 표시하고, 제 3 및 제 4 바이트는 정보 문자열을 기술하는 문자코드 유형을 나타낸다. 문자열은 프레임 헤더의 제 9바이트에서부터 저장된다. 정보 프레임의 크기는 16바이트의 정수곱이고, 0x00은 미사용 영역에 설정된다.

상기 선택적 프레임 또는 TOC 프레임 이후에는, 공간 프레임이 온다. 재생 불능 영역으로 사용되는 공간 프레임은 필수적으로 제공된다. 따라서 데이터가 재생될 경우에는 공간 영역을 건너뛰는 것이 필요하다. 공간 영역은 TOC 프레임을 확장하기 위한 예비 영역으로 사용되거나 재생 불능 영역이 분리동작의 실행(후술함)으로 인해 1 클러스터내에서 생성될 때 사용된다. 어떤 유형의 데이터도 공간 프레임내에 저장될 수 있고, 특정 더미(dummy) 데이터가 기록되어도 된다. 공간 프레임의 크기는 16바이트의 정수곱이다. 공간 프레임의 처리를 이하에서 상세하게 설명할 것이다.

데이터 프레임에서는, 실제적인 메시지 데이터가 저장된다. 메시지 데이터는 데이터 프레임의 헤드 바이트의 최대 유효 비트(MSB)로부터 시작하여 특정 비트수로서 공간 없이 저장된다. 데이터의 저장 경계에 대해, 바이트 경계가 사용된다. 예를 들어, 각각 도 32와 33에 도시된 데이터와 같이, 샘플링 당 4비트 데이터 및 2비트 데이터에 대해서는, 데이터의 저장 경계는 1바이트이다. 도 34에 도시된 데이터와 같이, 샘플링 당 3비트 데이터에 대해서는, 데이터의 저장 경계는 3바이트이다. 음성 데이터가 분리되는 경우에는, 상기 저장 단위가 데이터 단위로 사용된다.

메시지 데이터 파일은 상기 다양한 프레임으로 구성된다. 메시지 데이터 파일의 프레임 구성의 일예가 도 21a ∼ 22b에 도시되어 있다. 다음 설명에서는, 선택 사항인 타이틀 프레임, 제작자 프레임, 저작자 프레임 및 정보 프레임은 제공되지 않는 것으로 가정한다.

사운드 데이터가 정상적으로 기록되는 경우에 구성된 프레임은 도 21a에 도시된 바와 같다. 포맷 프레임, TOC 프레임, 공간 프레임 및 데이터 프레임은 도 21a에 도시된 바와 같이, 파일의 헤드에서부터 형성된다. 단일 파일을 형성하는 복수의 블럭(클러스터)은 FAT에 의해 연결된 블럭이고, 상기한 바와 같이, 반드시 물리적으로 연속적인 블럭인 것은 아니다.

상기 프레임 구조의 정보는 도 21b에 도시된 정보와 같이, TOC 프레임에서 표시된다.

상기한 바와 같이, 각각이 8바이트를 갖는 복수 항목의 정보는 프레임 배열순으로 배치된다. 첫번째 8바이트 필드에는, 프레임 ID, 즉 0x01이 설정되고, 다음으로 포맷 프레임의 크기가 온다. 두번째 8바이트 필드에는, 0x02가 설정되고, 그 다음으로 TOC 프레임의 크기가 온다. 프레임 개수가 4이므로, TOC 프레임의 크기는 결과적으로 4x8바이트 = 32바이트(0x00000020)가 된다. 세번째 8바이트 필드에는, 0x03이 프레임 ID에 설정되고, 그 다음으로 공간 프레임의 크기가 온다. 최종 8바이트 필드에는, 0x04가 프레임 ID에 설정되고, 그 다음으로 데이터 프레임 크기가 온다.

메시지 데이터 파일에서는, 데이터의 일부가 공간 프레임을 사용하여 재생 보호 영역이 되도록 삭제되고, 설정될 수도 있다. 예를 들어, 도 22a에 도시된 바와 같이, 재생되지 않고 삭제될 수 있는 데이터 프레임내에 메시지부가 있다고 가정하면, 이와 같은 메시지부는 공간 프레임으로 대체된다. 데이터가 재생되는 동안 공간 프레임을 건너뛰기 때문에, 메시지부는 데이터를 재생하는 동안 삭제된 것처럼 된다.

프레임 구조가 도 21a에 도시된 구조에서 도 22a에 도시된 구조로 변화될 때, TOC 프레임의 내용은 도 22b에 도시된 바와 같이, 갱신된다.

첫번째 8바이트 포맷 프레임의 크기는 동일하게 남아 있다. 두번째 8바이트 필드의 프레임 ID는 0x02이다. 프레임의 개수는 2에서 6으로 증가하므로, TOC 프레임의 크기는 6×8바이트 = 48 바이트(= 0x00000030)로 변화된다. 세번째 8바이트 필드에서는, 0×03이 프레임 ID에 설정되고, 그 다음으로 공간 프레임의 크기가 온다. TOC 프레임이 16바이트 만큼 확장될 때, 공간 프레임의 크기는 16바이트 만큼 감소하여, 0x00000180으로 된다.

그 다음 8바이트 필드에는, 재생되지 않는 메시지부를 포함하고 새로운 공간 프레임에 의해 분리된 데이터 프레임의 첫번째 부분의 크기가 표시된다. 5번째 8바이트 필드에는, 상기 메시지부를 포함하는 새로운 공간 프레임의 크기가 지정된다. 최종 8바이트 필드에는, 새로운 공간 프레임에 의해 분리된 제 2부분의 데이터 프레임의 크기가 나타내어 진다.

메시지 데이터 파일의 프레임 구조는 상기한 바와 같이 TOC 프레임에 의해 관리된다. TOC 프레임의 내용은, 이하에 상세하게 설명할, 공간 프레임 또는 데이터 프레임의 부가나 파일 분리동작 또는 파일 결합 동작 등의 편집 동작의 실행으로 인한 프레임 구조의 변화에 따라 갱신된다.

공간 프레임은 다음과 같이 처리된다. 메시지 데이터 파일이 새롭게 생성될 때, 128바이트 내지 640(128 + 512)바이트의 크기를 갖는 공간 프레임이 도 23에 도시된 바와 같이 TOC 프레임 이후에 배열된다. 이 경우에, 공간 프레임의 크기는 데이터 프레임의 시작 위치가 섹터 경계에 위치하도록 결정된다.

이하에 상세하게 설명하겠지만, 메시지 데이터 파일이 분리될 때, 재생 보호 영역은 분리점을 포함하는 클러스터내의 공간 프레임이 되도록 설정된다.

더 구체적으로, 만약 분리점이 도 24에 도시된 바와 같이, 클러스터 내에서 설정되면, 메시지 데이터의 헤드, 즉 파일의 제 2부분은 분리점에 위치한다. 파일의 최소단위는 클러스터이다. 따라서, 클러스터 내에서 분리점 이전의 파일의 제 1부분은 재생되지 않는 데이터부(도 24에서 빗금친 부분)를 포함하고, 이와 같은 데이터부는 공간 프레임으로 대체되어, 재생되는 것으로부터 보호될 수 있다.

메시지 데이터 파일의 분리동작 또는 결합동작을 행한 후에, 2개의 공간 프레임은 서로 인접하여 위치될 수도 있다. 이 경우에, 2개의 공간 프레임은 하나의 공간 프레임이 되도록 결합된다. 다시 말해, 이들은 TOC 프레임에 의해 단일 공간 프레임으로 관리된다.

상기한 바와 같이, 메시지 데이터 파일에는 데이터 프레임 뿐만 아니라 포맷 프레임, TOC 프레임, 타이틀 프레임, 제작자 프레임, 저작자 프레임, 정보 프레임 및 공간 프레임도 제공된다. 무엇보다도, 포맷 프레임, TOC 프레임 및 공간 프레임은 다음 이유로 인해 필수적이다.

스틱형 메모리(1)는 도 9에 도시된 것과 같은 구동 시스템에서 뿐만 아니라 PC와 같은, FAT시스템을 사용하는 장치에서도 사용 가능하다.

더 구체적으로, 도 9에 도시된 시스템과 같은 구동 시스템에 의해 기록되고 관리되는 메시지 데이터 파일을 포함하는 스틱형 메모리(1)는 PC에 장착되어, 파일이 이동되거나 파일명이 FAT시스템을 사용하여 변화될 수 있다. 그런데, 이것은 이 결과의 파일 정보와 메시지 리스트 파일에 의해 관리되는 메시지 데이터 파일의 내용이 일치하지 않게 한다. 이 결점을 극복하기 위해, 스틱형 메모리(1)가 도 9에 도시된 것과 같은, 구동 시스템에 의해 처음 식별될 때, VOICE 디렉토리의 부디렉토리 엔트리는 메시지 리스트 파일의 내용과 맞추어진다. 이것으로 예를 들어 사용자가 PC 상의 파일명을 변화시키더라도 구동 시스템에서 스틱형 메모리(1)를 사용할 수 있게 된다. 이 경우에, 만약 메시지 데이터 파일이 데이터 프레임에 간접 제공되고, 다른 프레임에도 직접 제공되면, 데이터 프레임을 재생하는데 필요한 정보도 또한 도 9에 도시된 구동 시스템에 전달된다. 따라서 스틱형 메모리(1)에 저장된 파일이 PC상에서 이동되더라도, 데이터는 심각한 문제를 일으키지 않고 구동시스템에서 재생될 수 있다.

상기 정보를 사용하여 메시지를 재생할 때, 메시지의 기록 시간 및 남은 시간이 표시되는 것이 바람직하다. 이 경우에, 이들은 도 9에 도시된 구동 시스템의 디스플레이부(108)에 표시될 수 있다.

보통, FAT 파일 시스템에서 관리되는 파일 크기는 바이트 단위로 표시된다. 그런데, 메시지 데이터 파일에서는, 파일 크기가 FAT 파일 시스템에 의해 관리되는 파일 크기를 사용하기 보다 다음 방식으로 시간으로 환산되어 계산된다.

메시지 파일내의 총 데이터 프레임 크기가 먼저 TOC 프레임을 사용하여 계산되고, 그리고나서 이를 포맷 프레임에 기록된 초당 평균 바이트를 사용하여 총 재생시간으로 변환한다. 재생된 메시지의 재생 시간을 총 재생 시간으로부터 감산하므로써 남은 시간이 계산될 수 있다. 이 계산 방식에 의하면, 공간 프레임 및 다른 프레임들의 데이터량에 의해 발생되는 계산 에러가 배제될 수 있다.

6. 분리 편집 동작

이 실시예의 시스템의 특징인 분리 편집동작을 이하에 설명한다.

분리 편집동작에 의하면, 특정 분리점이 사용자 지시에 의해 지정되어 단일 사운드 데이터 파일이 분리점에서 2개의 사운드 데이터 파일로 분리된다. 이 동작을 도 9, 25∼28을 참고로 이하에 설명한다.

도 25는 마이크로프로세서(109)의 제어하에 행해지는 분리 편집동작을 나타내는 순서도이다. 도 26a, 26b 및 26c는 스틱형 메모리(1)상에서 메시지 데이터 파일 분리하는 개념을 나타낸다. 도 27과 28은 분리동작 전후의 FAT의 내용을 나타낸다.

스틱형 메모리(1)가 구동 시스템에 장착될 때, 사용자는 스틱형 메모리(1)에 저장된 메시지 데이터 파일을 디스플레이부(108)에서 확인할 수 있다. 사용자가 특정 메시지 데이터 파일을 2개의 파일로 분리하기를 원한다면, 사용자는 조작부(112)를 조작하여 분리될 메시지 데이터 파일을 선택하는 동시에 디스플레이부(108)에 표시된 파일명을 검색한다.

파일이 사용자에 의해 선택된 후에, 도 25의 스텝(F101)에서, 마이크로프로세서(109)는 분리될 사운드 데이터 파일을 설정한다. 그리고나서, 사용자는 선택된 파일의 분리점을 지정한다. 분리점을 정하는데 다양한 조작이 고려될 수 있고, 예를 들어, 마이크로프로세서(109)는 선택된 메세지 데이터 파일을 재생하기도 하고 사용자는 재생 메세지를 듣는 동안 파일이 분리되는 지점에서 엔터(enter) 조작을 할 수도 있다. 그러나, 이러한 동작은 원하는 분리점으로부터 약간의 변위를 생성할 수 있고, 따라서 사용자에 의해 분리점을 미세 조정하기 위한 기능이 바람직하게 제공될 수 있다.

사용자에 의해 분리점이 지정된 후에, 마이크로컴퓨터(109)는 스텝(F102)에서 분리점을 결정하여 연속하는 분리점으로 진행한다. 스텝(F103)에서는 판정된 분리점이 동일한 클러스터(블럭) 내에 위치할 경우에, 클러스터에 저장된 데이터를 사용하지 않는 클러스터에 복사함으로써 분리점을 포함하는 클러스터의 데이터를 복사할 수 있다. 그러나, 설정된 분리점이 클러스터(블럭)의 경계에 위치할 경우, 이하에 상세히 설명되는 클러스터의 데이터를 복사할 필요가 없다. 또한, 관리헤더를 포함하는 파일의 헤드에 클러스터에 저장된 데이터가 사용되지 않는 클러스터에 복사됨으로써, 관리헤더를 포함하는 클러스터의 데이터를 복사할 수 있다. 관리헤더는 포맷 프레임, TOC프레임, 공간 프레임을 포함하는 데이터부이다.

스텝(F104)에서는 FAT의 클러스터 링크가 변경되고, 스텝(F105)에서는 FAT의 디렉토리 엔트리가 변경된다. 또한, 새로운 클러스터 링크가 형성됨으로써 스텝(F103)에서 새롭게 복사된 분리점을 포함하는 클러스터와 관리헤더를 포함하는 클러스터를 사용하는 것에 의해 오리지널 단일 파일을 2개의 파일로 분리할 수 있게 된다. 이것은 이하에서 상세하게 설명할 것이다.

그리고, 스텝(F106)에서는 오리지널 파일의 헤드에 위치되는 관리헤더의 TOC 프레임이 갱신됨으로써 분리점전의 오리지널 파일의 첫부분에 대응하는 첫번째 파일을 형성할 수 있게 된다.

스텝(F107)에서는 파일의 헤드에 복사되어 연결되는 클러스터의 관리헤더가 갱신됨으로써 분리점후의 오리지널 파일의 두번째 부분에 대응하는 두번째 파일을 형성할 수 있게 된다.

상기의 처리에 따라서, 분리동작이 완료된다. 분리동작을 위한 처리의 예를 도 26a∼도 28에 나타낸다.

이제, 도 26a에 나타낸 파일(F1)이 사용자에 의해 선택된 메시지 데이터파일이며, 클러스터(CL(2)∼CL(9))에 저장된다고 가정한다.

파일(F1)의 클러스터 링크를 나타내는 FAT를 도 27에 나타낸다. 파일(F1)의 헤더클러스터는 디렉토리 엔트리(도시 생략)에 따른 클러스터(CL(2))이다. FAT의 클러스터(CL(2))에는 클러스터(CL(2))가 클러스터(CL(3))에 연결되는 것을 나타내는 003이 저장된다. 클러스터(CL(3))의 엔트리에는 클러스터(CL(3))가 클러스터(CL(4))에 연결되는 것을 표시하는 004가 저장된다. 그 이후에, 링크상태가 마찬가지로 기록되며, 클러스터(CL(9))가 마지막 클러스터인 것을 나타내는 마지막 클러스터(CL(9))에 값(FFF)이 설정된다.

상기와 같이 구성되는 FAT에 따르면, 클러스터(CL(2))∼클러스터(CL(9))에서 도 26a에 나타낸 파일(F1)의 저장이 관리된다. 클러스터(CL(A))와 다음의 클러스터에는 예를 들면 값(000)이 설정되는데, 이들 클러스터는 사용되지 않는다.

이제, 도 26a에 나타낸 분리점(DP)에서 파일(F1)을 분리하도록 하는 명령어를 사용자가 지시한다고 가정한다. 분리점(DP)은 클러스터(CL(5))내에 위치된다. 따라서, 도 25에 나타낸 스텝(F103)에서는, 예를 들면 클러스터(CL(5))가 사용되지 않은 클러스터(CL(A))에 복사되고, 관리헤더를 포함하는 클러스터(CL(2))가 사용되지 않은 클러스터(CL(B))에 복사된다.

그리고, 스텝(F104) 및 스텝(F105)에서는 클러스터 링크와 FAT의 디렉토리 링크가 갱신됨으로써 도 26b 및 도 26c에 나타낸 클러스터 링크가 형성된다. 2개의 분리된 파일이 파일(F1-1) 및 파일(F1-2)로 나타내어질 경우, 먼저 파일(F1-1)의 디렉토리 엔트리가 생성되고, 헤더 클러스터가 클러스터(CL(2))로 설정된다.

FAT의 엔트리에는, 도 28에 나타낸 바와 같이 클러스터(CL(2))에 003이 설정되고, 클러스터(CL(3))에 004가 설정되고, 클러스터(CL4)에 00A가 저장되며, 클러스터(CL(A))에 FFF가 저장된다. 따라서, FAT는 F1-1이 도 26B에 기술된 것처럼 클러스터(CL(2), CL(3), CL(4) 및 CL(A))의 순서로 저장되도록 파일 F1-1을 관리한다.

반면에, 파일 F1-2의 디렉토리 엔트리가 형성되고 헤더 클러스터가 클러스터(CL(B))가 되도록 설정된다. FAT의 엔트리에서, 도 28에 나타낸 것처럼 005는 클러스터(CL(B))에 저장되고, 006은 클러스터(CL(5))에 저장되고, 007은 클러스터(CL(6))에 설정되고, 008은 클러스터(CL(7))에 저장되고, 009는 클러스터 CL((8))에 저장되고, FFF는 클러스터(CL(9))에 저장된다. 결과적으로, FAT는 파일 F1-2가 도 26c에 나타낸 것처럼 클러스터(CL(B), CL(5), CL(6), CL(7), CL(8) 및 CL(9))의 순서로 저장되도록 파일 F1-2를 관리한다.

이후에, 도 25의 단계(F106)에서 파일 F1-1의 관리헤더 즉 클러스터(CL(2))의 내용이 갱신된다. 구체적으로, TOC프레임에서 나타낸 데이터프레임의 크기가 갱신된다.

도 26b는 최종 클러스터 CL(A)이 분리점(DP)을 포함하는 클러스터이며, 분리점(DP) 이후의 메시지 데이터의 제 2부분은 불필요한 데이터임을 나타낸다. 따라서, 데이터 프레임의 크기는 도 26b에 나타낸 일점쇄선으로 나타낸 부분으로 바뀐다. 즉, 해치(hatch)된 부분은 데이터 프레임으로부터 삭제된다. 이것은 클러스터 CL(A)의 해치된 부분을 쓸모없게 만들고, 따라서 파일 F1-1에서 분리점(DP) 이전의 원래 파일(F1)의 데이터 부분은 재생된다.

도 25의 스텝(F107)에서, 파일 F1-2의 관리헤더 즉, 클러스터 CL(B)의 내용이 갱신된다. 구체적으로, TOC프레임에서 나타낸 데이터 프레임의 크기가 갱신되고, 공간 프레임의 설정이 변경된다.

도 26c는 클러스터 CL(5)이 분리점(DP)을 포함하는 클러스터이며 분리점(DP)이전의 클러스터 CL(5)의 메시지 데이터는 불필요한 데이터이다. 또한, 클러스터 CL(B)은 클러스터 CL(2)의 복사이며, 클러스터 CL(2)에서 공간 프레임 이후에 위치된 데이터 프레임의 메시지 데이터는 파일 F1-2용으로 또한 불필요하다.

따라서, 원래 클러스터 CL(2)에 위치되고 클러스터 CL(B)에 복사된 공간 프레임이 클러스터 CL(5)의 분리점(DP)으로 연장되도록 TOC프레임에서의 공간 프레임의 크기는 변경된다. TOC프레임에서 데이터 프레임의 크기가 또한 변경된다.

공간프레임은 필터 F1-2에서 클러스터 CL(B)과 CL(5)의 맞은편으로 연장되고, 재생 보호영역으로서 사용한다. 그 결과, 파일 F1-2에서, 분리점(DP) 이후의 원래 파일 F1의 데이터 부분은 재생된다.

도 29 및 도 30을 참조해서 분리동작을 아래에 더 기술한다. 상기 기술에서 보인 것처럼, 본 실시예에서, 분리동작을 실행하는 데 있어, 다음의 단순한 처리만이 요구된다. 분리점을 포함하는 클러스터와 관리헤더를 포함하는 클러스터가 복사된다. 이후, 분리된 파일의 관리헤더(TOC프레임)는 부분적으로 갱신되며, 데이터 프레임과 공간 프레임의 크기는 변경된다. 그 결과 원래 파일은 분리점 앞뒤 두 개의 음성데이터 파일로 분리된다. 이 처리 때문에, 메시지 데이터 파일의 분리조정과 같은 편집조작을 실행하는데 요구되는 데이터 복사 및 재기록 양이 감소된다. 이것은 편집조작 효율을 증대시키고 편집조작에 요구되는 액세스 양을 최소화함으로써, 처리시간을 줄이고 전력소비를 최소레벨로 한다.

분리점(DP)이 클러스터의 경계에 위치되기 때문에, 분리점을 포함하는 클러스터의 복사는 불필요하다. 예를 들어, 파일 F1의 클러스터 CL(5)과 클러스터 CL(6) 사이의 경계가 분리점이면, 분리된 파일 F1-1은 클러스터 CL(2) ∼ CL(5)로 형성되고, 분리된 파일 F1-2은 클러스터 CL(2) 및 클러스터 CL(6) ∼ CL(6)의 복제인 클러스터 CL(X)로 형성된다. 이 경우에, 관리헤더를 포함하는 클러스터의 복사만이 분리동작을 실행하는데 요구됨으로써 동작이 한층 간단하고 짧아진다.

도 26a, 26b 및 26c의 일예에 있어서, 클러스터 CL(5)가 파일 F1-1로 통합되 는 반면에, 클러스터 CL(A)는 파일 F1-2로 통합된다. 그러나, 클러스터 CL(A)가 파일 F1-1로 통합될 수도 있는 반면에, 클러스터 CL(5)가 파일 F1-2로 통합될 수도 있다. 동일하게 관리헤더를 포함하는 클러스터에 적용된다.

처음에 원래 클러스터 CL(5)를 저장하고 현재 공간 프레임의 일부로 사용되는 영역 즉, 파일 F1-2의 클러스터 CL(5)의 첫번째 부분에서, 음성 데이터가 저장되거나 0 데이터와 같은 더미(dummy) 데이터가 채워질 수 있다, 선택적으로, 그것은 어떤 부가적인 데이터를 저장하기 위한 저장영역으로서 사용된다. 공간프레임의 일부로서 사용되는 대신에, 무효하게 되는 영역, 즉 파일 F1-1의 클러스터 CL(A)의 두번째 부분에서 도 26b에 나타낸 해치된 부분에 동일하게 적용된다.

상기 논의된 것처럼 각종 데이터는 공간 프레임에 저장될 수 있다. 메시지데이터는 공간 프레임과 바꾸는 대신에 그 동일하게 유지된다. 이 경우, 두 개의 분리된 파일은 원래 프레임에 연결되며, 전체 클러스터는 그 자체로 사용됨으로써, 효율적인 처리가 이루어진다. 분리조작이 실행된 후에 두 개의 공간 프레임이 서로 인접하게 위치되면, 이들 프레임은 단일 공간 프레임에 연결될 수 있다.

처리와 분리조작의 내용은 상기 실시예에 한정되지 않으며, 다양한 수정이 이루어진다.

상기 실시예에서, 분리점을 포함하는 클러스터가 복제된 후 분리된 파일의 일부는 공간 프레임 또는 갱신된 TOC프레임에 의한 무효한 부분으로서 형성된다. 그러나, 선택적으로 더미 데이터는 전체 클러스터 데이터를 형성하도록 분리점 이 전의 메시지 데이터에 부가되고, 이후에 미사용된 클러스터에 저장된다. 더미 데이터는 전체 클러스터 데이터를 형성하도록 분리점 이후의 메시지 데이터에 또한 부가되고, 이후에 미사용된 클러스터에 저장된다. 두 개의 클러스터는 분리된 파일을 형성하는 클러스터 링크에 통합된다. 이 경우, 개개의 클러스터의 더미데이터는 본 실시예에서처럼 공간 프레임 또는 무효한 부분으로서 처리된다.

시스템 구성 및 분리 편집조작과 관련하여 본 실시예를 통해서 본 발명을 기술하였지만, 이것은 상기 구성 및 조작에 한정되지 않는다.

특히, 본 실시예에서 스틱형 메모리를 사용하는 시스템에서 메시지 데이터의 분리동작을 논의하였다. 그러나, 음악 데이터 파일 및 이동화상 데이터 파일과 같이 다른 유형의 파일이 스틱형 메모리를 사용하는 시스템에서 조정될 수 있다. 그리고, 분리조작은 음악 데이터 파일 또는 이동화상 데이터 파일에 대해서 유사하게 실행됨으로써, 효율적으로 분리 편집조작을 이룬다.

본 발명의 기록매체는 도 1a ∼ 도 1d에 나타낸 한 예와 같이 스틱형 메모리에 한정되지 않는다. 메모리 칩, 메모리 카드, 메모리 모듈 등과 같이 다른 구성을 가지는 고체형 메모리 매체가 사용될 수 있다.

부가적으로, 실용적인 유용에 따라 본 실시예에 사용된 파일 시스템의 형태를 상세히 하기 위해 변경이 이루어질 수 있다.

플래쉬 메모리 용량의 변동은 도 8에 나타낸 것들에 한정되지 않는다. 본 발명의 기록매체의 메모리 장치는 플래쉬 메모리 이외의 메모리 장치일 수 있다.

상기 기술에 나타낸 것처럼, 본 발명은 다음과 같은 이점을 제공한다. 기록매체에 저장된 각 파일에 대한 관리정보는 기록매체에 또한 저장된다. 이 관리정보에 의해, 메인 데이터의 위치 및 재생 보호영역이 관리될 수 있다. 파일에 대한 분리 편집조작을 실행하는데 있어서, 단위 데이터, 예를 들면 분리점을 포함하는 상기 기술된 클러스터 또는 블럭이 복사되고, 분리되는 파일의 관리정보가 갱신됨으로써, 원래 파일의 첫번째 부분에 대응한 첫번째 파일을 형성한다. 파일의 두번째 부분에 대한 관리정보가 생성되어 두번째 파일의 헤드에 부가되고, 두번째 파일 내의 분리점 이전의 원래 파일의 첫번째 부분이 재생 보호영역으로서 형성됨으로써, 두번째 파일을 형성한다. 이 구성에 의해, 파일분리가 요구되는 데이터의 이동, 복사 및 덮어쓰기가 최소화될 수 있고, 편집조작에 대한 처리시간 및 전력소비가 최소레벨로 또한 감소될 수 있다.

Claims (29)

1. 하나 또는 복수의 고정길이 기록데이터블럭을 상호 연결함으로써 형성된 메인 데이터 및 상기 메인 데이터의 기록위치와 재생되지 않는 무효 데이터의 위치를 관리하며 상기 메인 데이터에 부가되는 제 1 관리데이터를 포함하는 데이터파일을 분리하는 편집장치에 있어서,

   상기 메인데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭에 분리위치를 특정하고 상기 메인데이터를 분리위치에 따라서 제 1 및 제 2 데이터파일로 분리하는 조작수단과,

   상기 메인데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 1부분을 무효로 하기 위해 상기 제 1 관리데이터를 편집하는 편집수단과,

   상기 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 2부분을 무효로 하기 위해 제 2 관리데이터를 생성하고 상기 제 2 관리데이터를 상기 제 2 데이터파일에 부가하는 생성수단을 포함하여 구성되는 것을 특징으로 하는 편집장치.
2. 제 1항에 있어서,

   상기 조작수단은 상기 메인데이터가 분리되는 기록데이터블럭을 특정하도록 구성된 것을 특징으로 하는 편집장치.
3. 제 2항에 있어서,

   상기 제 1 관리데이터에 의해 관리되는 무효한 데이터는 적어도 상기 조작수단에 의해 특정된 분리위치에서 분리된 상기 기록데이터블럭의 제 2부분의 메인데이터로 구성되어 있고, 상기 제 2 관리데이터에 의해 관리되는 무효한 데이터는 적어도 상기 분리위치에서 분리된 상기 기록데이터블럭의 제 1부분의 메인데이터로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
4. 제 1항에 있어서,

   상기 조작수단에 의해 특정된 상기 분리위치를 포함하는 상기 기록데이터블럭을 공간 지역으로 복사하는 복사수단과,

   상기 기록데이터블럭의 복사본을 상기 제 2 데이터 파일로 논리적으로 결합하는 결합편집수단을 더 포함하고,

   상기 복사된 기록데이터블럭이 상기 제 1 데이터파일 및 상기 제 2 데이터파일에 포함되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
5. 제 4항에 있어서,

   공백 데이터가 상기 무효한 데이터가 기록되어 있는 상기 복사된 기록데이터블럭의 제 1 및 제 2 부분에 기록되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
6. 제 1항에 있어서,

   제 1 관리데이터를 복사하여 관리데이터를 형성하는 관리데이터 복사수단을 더 포함하고,

   상기 형성된 관리데이터는 편집되어 제 2 관리데이터를 형성하도록 구성된 것을 특징으로 하는 편집장치.
7. 제 1항에 있어서,

   상기 데이터 파일이 분리된 후 상호 인접한 위치에 있는 복수의 무효한 데이터 항목 중 어느 것이 단일 항목의 무효데이터로 결합되는 것을 특징으로 하는 편집장치.
8. 제 1항에 있어서,

   상기 데이터파일을 저장하는 저장매체를 분리가능하게 장착하는 착탈수단을 더 포함하고,

   상기 제 1 데이터파일 및 상기 제 2 데이터파일은 상기 저장매체에서 생성되는 것을 특징으로 하는 편집장치.
9. 제 8항에 있어서,

   상기 저장매체는 비휘발성 메모리로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
10. 제 1항에 있어서,

    상기 메인 데이터는 오디오 데이터로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
11. 제 1항에 있어서,

    상기 메인 데이터는 동화상 데이터로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집장치.
12. 하나 또는 복수의 고정길이 기록데이터블럭을 상호 연결함으로써 형성된 메인 데이터 및 상기 메인 데이터의 기록위치와 재생되지 않는 무효 데이터의 위치를 관리하며 상기 메인데이터에 관련되는 제 1 관리데이터를 포함하는 데이터파일을 분리하는 편집방법에 있어서,

    상기 메인데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭에 분리위치를 특정하고 상기 메인데이터를 상기 분리위치에 따라서 제 1 및 제 2 데이터로 분리하는 특정단계와,

    상기 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 1부분을 무효로 하기 위해 상기 제 1 관리데이터를 편집하는 편집단계와,

    상가 메인 데이터를 포함하는 소정의 고정길이 기록데이터블럭의 제 2부분을 무효로 하기 위해 제 2 관리데이터를 생성하고 상기 제 2 관리데이터를 상기 제 2 데이터파일에 부가하는 생성단계를 포함하여 구성된 것을 특징으로 하는 편집방법.
13. 제 12항에 있어서,

    상기 메인 데이터가 기록되어 있는 상기 분리위치를 포함하는 기록데이터블럭이 상기 특정단계에서 특정되는 것을 특징으로 하는 편집방법.
14. 제 13항에 있어서,

    상기 특정단계에서 특정된 상기 분리위치를 포함하는 상기 기록데이터블럭을 공간 지역으로 복사하는 복사단계와,

    상기 기록데이터블럭의 복사본을 상기 제 2 데이터파일로 결합하는 결합편집단계를 더 포함하고,

    상기 복사된 기록데이터블럭이 상기 제 1 데이터파일 및 상기 제 2 데이터파일에 포함되어 있는 것을 특징으로 하는 편집방법
15. 제 14항에 있어서,

    공백 데이터가 상기 무효한 데이터가 기록되어 있는 상기 복사된 기록데이터블럭의 제 1 및 제 2부분에 기록되어 있는 것을 특징으로 하는 편집방법.
16. 제 14항에 있어서,

    상기 제 1 관리데이터를 편집하기 전에 상기 제 1 관리데이터를 공간지역으로 복사하는 관리데이터 복사단계를 더 포함하고,

    상기 복사된 제 1 관리데이터가 편집되는 것을 특징으로 하는 편집방법.
17. 제 12항에 있어서,

    상기 데이터파일이 분리된 후 상호 인접한 위치에 있는 복수의 무효한 데이터 항목 중의 어느 것이 단일 항목의 무효데이터로 결합되는 것을 특징으로 하는 편집방법.
18. 제 12항에 있어서,

    분리가능한 저장매체에 저장되는 상기 데이터파일은 분리되는 것을 특징으로 하는 편집방법.
19. 제 12항에 있어서,

    상기 메인 데이터는 오디오 데이터로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집방법.
20. 제 12항에 있어서,

    상기 메인 데이터는 동화상 데이터로 구성되어 있는 것을 특징으로 하는 편집방법.
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