WO2007034706A1

WO2007034706A1 - 情報記録媒体アクセス装置、及びデータ記録方法

Info

Publication number: WO2007034706A1
Application number: PCT/JP2006/318023
Authority: WO
Inventors: Takuji Maeda; Shinji Inoue
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co., Ltd.
Priority date: 2005-09-22
Filing date: 2006-09-12
Publication date: 2007-03-29
Also published as: CN101268449B; EP1936508A4; US7984231B2; JPWO2007034706A1; EP1936508A1; US20090180209A1; JP4859837B2; EP1936508B1; CN101268449A

Abstract

　フラッシュメモリなどの情報記録媒体に動画データ等をリアルタイムで記録する際、空き記録領域の配置状態による記録速度への影響を抑制し、データ記録のリアルタイム性を保証する。　アクセス装置１内に、不揮発性メモリ２５の領域管理情報であるＦＡＴ１、ＦＡＴ２をＦＡＴブロック単位で管理する領域管理ブロック制御部１８を設けて、ＦＡＴブロック内の空き記録領域長を算出する。次にＦＡＴブロックごとの空き記録領域長を記録した領域管理ブロック情報１９をＲＡＭ１２上に生成する。空き記録領域長が閾値以上のＦＡＴブロックをデータ記録に割り当てて、空き領域の配置状態によらず領域管理情報更新の回数を抑制する。これにより領域管理情報更新の頻発によるバッファ溢れを防止し、データ記録時のリアルタイム性を保証することができる。

Description

明細書

情報記録媒体アクセス装置、及びデータ記録方法

技術分野

[0001] 本発明は、格納データをファイルシステムにより管理する情報記録媒体にアクセスする情報記録媒体アクセス装置、及び情報記録媒体に対するデータ記録方法に関する。

背景技術

[0002] 音楽コンテンツや、映像データ等のデジタルデータを記録する情報記録媒体には、ハードディスク、光ディスク等、様々な種類が存在する。これらの情報記録媒体の 1 種類であるメモリカードは小型、軽量であることから、デジタルスチルカメラゃ携帯電話端末等、小型の携帯機器を中心に用いられ、急速に普及しつつある。

[0003] 現在メモリカードの記録素子として使用されている半導体メモリは、 EEPROMゃフラッシュ ROM等のフラッシュメモリが主流である。特に多くの情報記録媒体で使用されている NAND型のフラッシュメモリには、データを書き込む前に書き込み先に記録されて、るデータを消去して、ー且未記録の状態にして力データを書き込まなければならな!、と!/、う特徴がある。ここでデータを消去する単位は消去ブロックと呼ばれ、アクセスの最小単位であるセクタが複数個集まってできたブロックとして管理されている。

[0004] 図 1はフラッシュメモリにおける消去ブロックとセクタとの関係の一例を示した図である。図 1の例では、 1つの消去ブロックは 32のセクタ力も構成されている。アクセスはセクタ、例えば 512バイト（B)、単位で行うことが可能である力書き込みに先立ち必要となるデータの消去処理は消去ブロック、例えば 16kB単位、で行われる。記録領域の容量は 16kBの消去ブロックが 64000ブロック連続した例を示している。

[0005] すなわち、 1消去ブロック（16kB)分のデータをフラッシュメモリに記録する場合、下記の手順で記録処理が実行される。

(1)アクセス装置力も入力されたコマンドを解釈する。

(2)有効なデータが格納されて!、な、消去ブロックを 1ブロック取得し、その消去ブロック（1消去ブロック分）のデータを消去する。

(3) (2)でデータを消去した消去ブロックに、アクセス装置力の入力データを 1消去ブロック分記録する。

[0006] また、 1セクタ（512B)分のデータをフラッシュメモリに記録する場合は、下記の手順で記録処理が実行される。

(1)アクセス装置力も入力されたコマンドを解釈する。

(3) (2)でデータを消去した消去ブロックに、アクセス装置からの入力データを 1セクタ分記録する。

(4) 1セクタ分を記録した消去ブロックの残りの 31セクタに、他の消去ブロックの有効データをコピーする。

このように、 NAND型フラッシュメモリに対する記録処理では、大きく分けてコマンド解釈処理、データ消去処理、データ記録処理の 3つの処理が存在する。

[0007] 例えば、コマンド解釈処理に 3msec、 1セクタのデータ記録処理に 200 μ sec、 1消去ブロック（16kB)の消去処理に 2msecかかる NAND型フラッシュメモリを想定する。先に示した記録手順に沿って、この NAND型フラッシュメモリに 1消去ブロック（16 kB)分のデータを記録する場合、コマンド解釈に 3msec、消去処理に 2msec、データ記録処理に 32 X 200 sec力力り、合計 11. 4msecの処理時間が力かる。同様に 1セクタ（512B)分のデータを記録する場合、コマンド解釈に 3msec、消去処理に 2 msec,データ記録処理に 200 sec + 31 X 200 sec力力り、合計 11. 4msecの処理時間がかかる。

[0008] すなわち、 16kB (l消去ブロック · 32セクタ）のデータを書き込んだ場合と 512B (1 セクタ）のデータを書き込んだ場合でほぼ同じ時間が力かることになる。 1セクタあたりの書き込みに要する時間に直して比較すると、 1消去ブロック分のデータを記録する時のほうが短くなつて!/、る。この例ではデータ転送時間等を考慮せず極端に性能差が出る場合にっ、て説明した力実際の NAND型フラッシュメモリにお、ても消去ブロック単位で書き込みを行った場合に書き込み時間が最短になる。 [0009] ここでは NAND型フラッシュメモリの特性について説明した力ハードディスクや光ディスク等においても同様のことが起こる。不連続アドレスに小さな単位で記録した場合、磁気ヘッドや光学ヘッドを物理的に移動するシーク処理が頻発し、データの書き込み以外の時間が多くかかるようになり、記録速度が低下する。 NAND型フラッシュメモリと同様に、小さな単位で不連続な位置に記録するよりも、連続領域に一括して記録する方が高速に記録できると、う特性を有して、る。

[0010] 一方、情報記録媒体に格納されたデータはファイルシステムにより管理されており、ユーザは格納されたデータをファイルとして容易に取り扱うことができる。従来より使用されているファイルシステムとして、 FATファイルシステムや、 UDFファイルシステム（Universal Disk Format)ゝ NTFSファイルシステム（New Technology Fil e System)等が存在する。これらのファイルシステムでデータが管理されたメモリ力ードは、同一のファイルシステムを解釈する機器間でファイルの共有ができるため、機器間でデータを授受することが可能となる。

[0011] ファイルシステムの一例として、 FATファイルシステムを説明する。図 2に FATファィルシステムの構成を示す。ファイルシステムは、情報記録媒体内の論理アドレス空間上に構築されている。 FATファイルシステムでは、 FATファイルシステムにより管理する領域全体に対する管理情報を格納するファイルシステム管理情報領域 301が、論理アドレス空間の先頭に存在する。これに続いてファイル内のデータ等を格納するユーザデータ領域 302が存在する。ファイルシステム管理情報領域 301は、マスタ一ブートレコード 'パーティションテーブル（MBR'PT) 303、パーティションブートセクタ（PBS) 304、領域管理情報である FAT305、 306、ルートディレクトリエントリ（R DE) 307から構成される。

[0012] MBR.PT303は、ファイルシステムで管理する論理アドレス空間上の領域全体を複数の領域に分割して、その 1つ 1つをパーティションとして管理するための情報を格納する部分である。 PBS304は、 1つのパーティション内の管理情報を格納する部分である。 FAT305、 306は、ファイルに含まれるデータの物理的な格納位置を示す部分である。さらに RDE307は、ルートディレクトリ直下に存在するファイル、ディレクトリの情報を格納する部分である。また、 FAT305、 306は、ファイルに含まれるデータの物理的な格納位置を示す重要な領域であることから、通常はファイルシステム管理情報領域 301内に同じ情報を持つ FAT305と FAT306が存在し、安全のために二重化されている。

[0013] ユーザデータ領域 302は全領域が"クラスタ"と呼ばれる管理単位に分割され管理されており、各クラスタはファイルに含まれるデータを格納している。クラスタの大きさは、一般的に 512Bから 32kB程度の大きさである。ファイルサイズがクラスタサイズよりも大き、場合、ファイルに含まれるデータは複数のクラスタに跨って格納されており、各クラスタ間の繋がりは、 FAT305、 306に格納されたリンク情報で管理されている

[0014] 図 3Aは FATファイルシステムにおけるディレクトリエントリ 401、図 3Bは FAT305、 306、図 3Cはユーザデータ領域 302、のそれぞれ一例を示したものである。 FATフアイルシステムは、 RDE307やユーザデータ領域 302の一部に、ファイル名ゃフアイルサイズ、ファイル属性等の情報を格納したディレクトリエントリ 401を格納して、る。ディレクトリエントリ 401には、ファイル名、属性、タイムスタンプ、開始クラスタ番号、フアイルサイズが含まれる。

[0015] 図 3Aの例に示すディレクトリエントリは、ファイル名が FILE1. TXTのファイルに関する情報を格納して、る。このファイルに含まれるデータの先頭部分はクラスタ番号 1 0のクラスタに格納されており、ファイルサイズは 64000Bである。また図 3Aでは、ファィルサイズは 64000Bである。ここでは、 1クラスタの大きさを 16384Bと仮定しているので、 FILE1. TXTのデータは 4クラスタに跨って格納されている。

[0016] FAT305、 306には、ユーザデータ領域 302に存在するクラスタ数と同数の FAT エントリがそれぞれ存在する。管理単位であるエントリ情報としての各 FATエントリには各クラスタの使用状態、各クラスタ間のリンク情報が格納されている。

[0017] 図 3Bの例では、クラスタ番号 10の FATエントリ値として" OxOOOB (11) "が格納されており、クラスタ番号 10のクラスタ力クラスタ番号 11のクラスタにリンクしていることを示している。同様にクラスタ番号 11は FATエントリ値" 0x000C (12) "としてクラスタ番号 12のクラスタに、クラスタ番号 12は FATエントリ値" 0x000D (13) "としてクラスタ番号 13のクラスタにリンクしており、クラスタ番号 13は FATエントリ値に" OxFFF F"が格納されている。

[0018] FATエントリ値における" OxFFFF"はファイルの終端を示すため、 FILE1. TXTのデータは、クラスタ番号 10、 11、 12、 13の 4クラスタに跨って格納されていることとなる。また、クラスタ番号 14の FATエントリ値として" OxOOOO"が格納されている。 FAT エントリ値における" OxOOOO"は空きクラスタを意味するので、クラスタ番号 14には有効なデータは記録されてヽな、ことになる。

[0019] ユーザデータ領域 302にはファイルデータの実体が格納されており、図 3Cの例では、クラスタ番号 10、 11、 12、 13の 4クラスタに FILE 1. TXTのデータの実体が記録されている。すなわち、 FATファイルシステムを用いてファイルデータを記録する場合には、ファイルデータをユーザデータ領域 302に記録すると共に、ディレクトリェントリ 401、 FAT305, 306ち同時に記録する必要力 Sある。

[0020] ここで、 FATファイルシステムで管理された情報記録媒体に、ポータブルムービー等を用いてリアルタイムで動画データを記録する場合を想定する。このようなリアルタィム性を必要とするデータを記録する場合、動画データの入力の速度とその記録の速度が異なるため、データの入力のほうが速い場合に、入力データを一時保存するノッファが溢れてデータの記録が停止することがある。これを防止するには、入力データの生成速度よりも高速で情報記録媒体に記録する必要がある。

[0021] し力しフラッシュメモリゃノヽードディスク、光ディスク等の情報記録媒体は、先に述べたようなデータの書込み時間についての特性を有することから、小さな単位での記録を続けると入力データの生成速度よりも情報記録媒体への記録速度が低くなる場合があり、リアルタイムデータの記録が停止する可能性があった。

[0022] このような問題を解決する従来の方法として、データの読み書きに要求される速度に応じて、領域長の長ヽ空き記録領域と領域長の短!ヽ空き記録領域を使ヽ分ける方法が提案されている（特許文献 1)。この方法では、リアルタイムデータ等の高速記録を必要とする時には領域長の長い空き記録領域へ記録を行うことで高速に記録し、比較的低速な記録でも許容できる静止画等のデータの場合は領域長の短い空き記録領域へ記録を行う。こうした使い分けによってリアルタイム性を確保しつつ、記録領域の有効利用を図っている。特許文献 1：特開平 9 - 251407号公報

発明の開示

発明が解決しょうとする課題

[0023] まず図 2と図 4によって、リアルタイムデータの記録処理の手順を説明する。図 4は、アクセス装置におけるリアルタイムデータ記録処理のフローを示したフローチャートである。本フローの処理は、主にアクセス装置内にあるファイルシステム制御部により実施される力実際にメモリカードに読み書きする際は、ファイルシステム制御部力ァクセス制御部に命令を送付し、データの読み書きを実行する。

[0024] リアルタイムデータの記録処理では、まず始めにディレクトリエントリを読み出す (S7 01)。ディレクトリエントリは、図 2に示すファイルシステム管理情報 301内の RDE307 の領域、あるいはユーザデータ領域 302の一部の領域に格納されている。次に読み出したディレクトリエントリを参照し、リアルタイムデータを記録するファイルの先頭データが格納されて、るクラスタ番号を確認する（S702)。

[0025] 次に、 FAT305、 306を読み出し、 S 702で確認したクラスタ番号から始まる FAT 上のリンクを迪り、書き込み位置のクラスタ番号を取得する（S703)。次に、リアルタイムデータの記録のために新し、空き記録領域を取得する必要がある力否かを確認する（S704)。ファイル終端へ追記する場合等、新しい空き領域を取得する必要があると判断した場合、 FAT上で空き記録領域を探し、 1クラスタを割り当てる領域取得処理を行う（S705)。領域取得処理の詳細については後述する。

[0026] S704で空き記録領域の取得が不要と判断した場合、あるいは S705で空き記録領域の取得を完了した場合、対象とするクラスタ内にリアルタイムデータを書き込む (S7 06)。次に既にメモリカード 2に書き込み済みのリアルタイムデータの総量を確認し、記録対象の全データの書き込みが完了している力判定する（S707)。完了していない場合、 S703の処理に戻る。完了している場合、リアルタイムデータの記録に伴い変更されたクラスタ間のリンク関係を反映させるため、情報記録媒体上の FAT305、 306を更新する（S708)。最後にファイルサイズやタイムスタンプ等を反映させるため、メモリカード 2上のディレクトリエントリを更新する（S709)。

[0027] 次に、図 4の S705で行なわれる領域取得処理を、図 5を用いて説明する。まず始めに、現在参照して、る参照クラスタ番号（CURRENT— CLU)の値に FAT上の探索開始クラスタ番号 (START— CLU)を代入する（S801)。探索開始クラスタ番号は、アクセス装置のファイルシステムの制御においても使用される変数である。具体的な値としては、メモリカードのマウント時にユーザデータ領域 302の先頭を示すクラスタ番号" 2"を探索開始クラスタ番号の値に設定する。他には前回最後にファイルァクセスしたクラスタ番号をアクセス装置内に保持しておき、マウント時に探索開始クラスタ番号に設定する等、様々な方法が考えられる。

[0028] ここでは、マウント時に探索開始クラスタ番号の値として" 2"を設定する場合を想定して説明する。この場合、 S801の処理において、参照クラスタ番号の値にも同様に" 2"が代入される。次に FAT305、 306上に存在する参照クラスタ番号に対応する FA Tエントリ値を参照し、値が" 0x0000"であるか確認する（S802)。

[0029] "OxOOOO"であった場合、参照クラスタ番号のクラスタは空き記録領域であることから、領域取得に成功したことになる。そのため、探索開始クラスタ番号の値を参照クラスタ番号が示す番号に更新して、参照クラスタ番号が示すクラスタを空きクラスタとして使用し、処理を終了する（S803、 S804)。

[0030] ここで S803の探索開始クラスタ番号の更新は次のとおりである。参照クラスタ番号がユーザデータ領域 302の最終クラスタ (LAST— CLU)であった場合、探索開始クラスタ番号の値に" 2"を代入する。それ以外の場合、探索開始クラスタ番号の値に参照クラスタ番号に 1を加えた値を代入する。

[0031] また、 S804の処理では、参照クラスタ番号に対応する FATエントリ値を、使用中を示す" OxFFFF"に設定する。これと共に、現在記録しょうとしているリアルタイムデータの前に既に記録済みのデータがファイル内に存在し、この続きにリアルタイムデータを追記する場合には、その記録済みのデータが存在する位置のクラスタ番号に対応する FATエントリ値を、参照クラスタ番号を示す値に変更して設定する。

[0032] また、 S802の判定処理において参照クラスタ番号に対応する FATエントリ値が" 0 xOOOO"ではな力つた場合、下記の条件の、ずれか一つでも条件が満たされて、るか確認する（S805)。

(1)参照クラスタ番号の値が探索開始クラスタ番号の値より 1だけ小さ!/、値である。 (2)参照クラスタ番号の値が最終クラスタであり、且つ探索開始クラスタ番号の値が "2"である。

[0033] 上記、ずれかの条件を満たす場合、既に全 FATエントリ値の確認が完了して、るため空き記録領域は存在せず、領域取得に失敗したことになる。従って一連の領域取得処理は終了し、リアルタイムデータ記録は中止となる（S806)。また、 S805の処理においていずれの条件も満たさな力つた場合は、参照クラスタ番号が、ユーザデータ領域 302の最終クラスタと同じである力判定する（S807)。同じであった場合、参照クラスタ番号の値に" 2"を代入し、 S802の処理に戻る（S808)。異なる場合、参照クラスタ番号の値に" 1"をカ卩算し、同様〖こ S802の処理〖こ戻る（S809)。

[0034] このように従来のアクセス装置における領域取得処理では、 FAT上に存在する全 F ATエントリ値を順次探索し、最初に見つ力つた空きクラスタをリアルタイムデータの記録に使用していた。

[0035] 以上に示した従来のリアルタイムデータの記録処理では、ディレクトリエントリ、 FAT 305、 306等の記録、更新である FAT更新に要する時間を考慮した領域取得が行なわれていない。たとえ取得した空き記録領域の領域長が長くても、その配置が論理ァドレス空間上で分散して、る場合、データの入力速度と記録速度の違、が生じリアルタイム性を維持できなくなる場合がある。

[0036] この従来の記録処理が抱える問題について、以下に図面を用いて説明する。図 6 は FATフアイルシステムにおけるデータ記録位置の一例を論理アドレス空間上で示す図である。ここでは、従来の方法における領域長の長い空き記録領域として、 16k Bのクラスタが 16クラスタ連続した合計 256kBの領域を 1つの記録単位として管理する場合を想定する。尚、ファイルシステム管理情報領域 301は、 16kBのクラスタが 32 クラスタ連続した 512kBの領域であり、ユーザデータ領域 302は 256kBの記録単位力 3998単位連続した 1023488kBの領域である。図 6では、クラスタ番号 4994から 5041までの 3つの記録単位が空き領域であり、これらの領域にファイルデータを記録する場合を示している。

[0037] この場合におけるアクセス装置内のバッファ使用量と、情報記録媒体への記録タイミングを図 7に示す。図 7において、 Aはバッファの初期状態として既に使用されている量、 Bはバッファに格納可能なデータ最大値を示す。すなわち、バッファ使用量が最大値 Bの値を超えるとバッファ溢れが発生し、リアルタイムデータの記録が停止する。

[0038] 図 6、図 7の場合、クラスタ番号 4994から 5041までの領域に 256kBのデータを 3 つ記録した後、 FAT305、 306、ディレクトリエントリ 401を更新する。ここでクラスタ番号 4994から 5041までは連続した領域であること力も FAT上の FATエントリ位置も隣接しており、 FAT305または FAT306のうち、いずれか一方の FATにっき 512B の更新で、上記 3つのデータ全てのリンク情報を更新する。この場合、合計 768kBのデータ記録に対し、 FAT305、 306、ディレクトリエントリ 401を各 1回更新するだけで良いことから、ノッファ使用量が最大値 Bを超えることがなぐリアルタイム記録を継続することができる。

[0039] 一方、図 8、図 9の場合、 256kB単位の 3つの空き領域の配置が論理アドレス空間上で分散しており連続していないことから、 256kBのデータを 1つの空き領域に記録する度に、 FAT305、 306、ディレクトリエントリ 401を更新する。ここで ίま FAT305、 306、ディレクトリエントリ 401の更新が 3回行なわれる。同じ 768kBのデータを記録するに FAT305、 306、ディレクトリエントリ 401の更新力 ^余分に 2回行なわれて!/ヽる。この 2回の間、データの記録は停止するので実質的なデータ記録速度は低下する。それにもかかわらず入力データの生成はほぼ一定の速度で行なわれることからバッファ溢れが発生し、リアルタイムデータの記録が停止することがある。

[0040] この問題を解決する方法として、記録単位を 256kBから 768kBに変更することが考えられる。しかしメモリカードゃノヽードディスク等、ファイルの作成、削除を特に頻繁に繰り返す情報記録媒体では空き記録領域が分散し易ぐより大きな連続記録領域を確保することは困難となるので、有効な方法であるとは、えな、。

[0041] 本発明では上記問題点に鑑み、ファイルシステムで管理された情報記録媒体に対し、空き記録領域の配置状態によらず FAT等の更新回数を抑制し、記録時のリアルタイム性を保証する情報記録媒体アクセス装置、及びデータ記録方法を提供することを目的とする。

課題を解決するための手段 [0042] この課題を解決するために、本発明の情報記録媒体アクセス装置は、格納データをファイルシステムにより管理する情報記録媒体にアクセスする情報記録媒体ァクセス装置にぉ、て、ファイルシステムが管理する領域管理情報を固定長ブロック単位に分割して、各固定長ブロック内に含まれる空き領域長に関する情報を格納する領域管理ブロック情報を情報記録媒体アクセス装置内のメモリ上に生成し、ファイルデータ記録時の領域割り当てに前記領域管理ブロック情報に格納された情報を利用する領域管理ブロック制御部を具備するものである。

[0043] この課題を解決するために、本発明の情報記録媒体アクセス装置は、管理単位であるクラスタが複数集まって構成されるデータ記録領域と、前記各クラスタに対する 1 つの管理情報単位であるエントリ情報を複数保持する領域管理情報とを備える不揮発性メモリを含む情報記録媒体にアクセスする情報記録媒体アクセス装置であって、前記領域管理情報は、前記データ記録領域において一定数の物理的に連続したクラスタが得られるように組み合わされた一定数の前記エントリ情報力成る領域管理ブロックを複数有するものであり、前記情報記録媒体から前記領域管理情報を読み出し、前記領域管理ブロックごとに空きクラスタ数を算出し、前記各領域管理ブロックの前記空きクラスタ数を第 1の閾値と比較して、第 1の閾値以上のときに当該領域管理ブロックをデータ書き込みが可能な領域とする前記領域管理ブロック制御部と、前記各領域管理ブロックと当該領域管理ブロック内の空き領域長に関する領域管理ブロック情報を保持するメモリと、を具備するものである。

[0044] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0045] ここで前記第 1の閾値は、連続する t回のファイルシステムの管理情報更新に挟まれる (t 1)回のデータ記録期間内で最低限記録しなければならないファイルデータが記録できるクラスタ数としてもょ、。 [0046] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記領域管理ブロック毎に、前記データ記録領域において 2つ以上の物理的に連続したクラスタが得られるように前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つの組として管理し、各組のエントリ情報で示されるクラスタが全て空き領域となっている組に含まれるクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域としてもよい。

[0047] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0048] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記領域管理ブロック毎に、前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つのスロットとして管理し、各スロットに含まれるクラスタの内、空きクラスタ数が第 2の閾値以上の場合に当該スロットを空きスロットと判定し、前記領域管理ブロック内のすべての空きスロットに含まれる空きクラスタ数を前記第 1 の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域としてもよい。

[0049] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0050] ここで前記領域管理ブロック制御部は、前記メモリに保持された前記領域管理プロック情報を参照し、前記空き領域長が、一定値以上である前記領域管理ブロックに含まれる空き領域をファイルデータ記録時に割り当てるようにしてもょ、。

[0051] この課題を解決するために、本発明のデータ記録方法は、ファイルシステムが管理する領域管理情報を固定長ブロック単位に分割して、各固定長ブロック内に含まれる空き領域長に関する情報を格納する領域管理ブロック情報を情報記録媒体アクセス装置内のメモリ上に生成し、ファイルデータ記録時の領域割り当てに前記領域管理ブロック情報に格納された情報を利用するものである。

[0052] この課題を解決するために、本発明のデータ記録方法は、管理単位であるクラスタが複数集まって構成されるデータ記録領域と、前記各クラスタに対する 1つの管理情報単位であるエントリ情報を複数保持する領域管理情報とを備える不揮発性メモリを含む情報記録媒体にアクセスするデータ記録方法であって、前記領域管理情報は、前記データ記録領域において一定数の物理的に連続したクラスタが得られるように組み合わされた一定数の前記エントリ情報力成る領域管理ブロックを複数有するものであり、前記情報記録媒体から前記領域管理情報を読み出し、前記領域管理プロックごとに空きクラスタ数を算出し、前記各領域管理ブロックの前記空きクラスタ数を第 1の閾値と比較して、第 1の閾値以上のときに当該領域管理ブロックをデータ書き込みが可能な領域とし、前記各領域管理ブロックと当該領域管理ブロック内の空き領域長に関する領域管理ブロック情報をメモリに保持するものである。

[0053] ここで前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理プロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0054] ここで前記第 1の閾値は、連続する t回のファイルシステムの管理情報更新に挟まれる (t 1)回のデータ記録期間内で最低限記録しなければならないファイルデータが記録できるクラスタ数としてもょ、。

[0055] ここで前記領域管理ブロック毎に、前記データ記録領域において 2つ以上の物理的に連続したクラスタが得られるように前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つの組として管理し、各組のエントリ情報で示されるクラスタが全て空き領域となって!/ヽる組に含まれるクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1 の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域としてもょヽ。

[0056] ここで前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理プロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0057] ここで前記領域管理ブロック毎に、前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つのスロットとして管理し、各スロットに含まれるクラスタの内、空きクラスタ数が第 2の閾値以上の場合に当該スロットを空きスロットと判定し、前記領域管理ブロック内のすべての空きスロットに含まれる空きクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域としてもょ、。

[0058] ここで前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理プロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納するようにしてもょ、。

[0059] ここで前記メモリに保持された前記領域管理ブロック情報を参照し、前記空き領域長が、一定値以上である前記領域管理ブロックに含まれる空き領域をファイルデータ記録時に割り当てるようにしてもょ、。

発明の効果

[0060] 本発明によれば、ファイルシステムで管理された情報記録媒体に対してリアルタイムデータを記録する場合、空き記録領域の配置状態によらず記録時のリアルタイム性を保証することが可能となる。

図面の簡単な説明 [図 1]図 1はフラッシュメモリにおける消去ブロックとセクタの関係の一例を示した説明図である。

[図 2]図 2は FATファイルシステムの構成を示した説明図である。

[図 3A]図 3Aは FATファイルシステムにおけるディレクトリエントリの一例を示した説明図である。

[図 3B]図 3Bは FATファイルシステムにおける FATの一例を示した説明図である。

[図 3C]図 3Cは FATファイルシステムにおけるユーザデータ領域の一例を示した説明図である。

[図 4]図 4は従来のアクセス装置におけるリアルタイムデータの記録処理を示したフロ一チャートである。

[図 5]図 5は従来のアクセス装置における空き領域取得処理を示したフローチャートである。

[図 6]図 6は FATファイルシステムにおけるデータ記録位置の一例を示した説明図である。

[図 7]図 7はアクセス装置内のバッファ使用量と情報記録媒体への記録タイミングの一例を示した説明図である。

[図 8]図 8は FATファイルシステムにおけるデータ記録位置の一例を示した説明図である。

[図 9]図 9はアクセス装置内のバッファ使用量と情報記録媒体への記録タイミングの一例を示した説明図である。

[図 10]図 10は本発明の実施の形態における情報記録媒体アクセス装置とメモリカードを示した説明図である。

[図 11]図 11は本発明の実施の形態のアクセス装置におけるメモリカード挿入時の一連の処理フローを示したフローチャートである。

[図 12]図 12は本発明の実施の形態における領域管理ブロック制御部で FATを管理する際の管理単位の一例を示した説明図である。

[図 13]図 13は本発明の実施の形態における領域管理ブロック情報の生成処理を示したフローチャートである。 [図 14]図 14は本発明の実施の形態における領域管理ブロック情報の一例を示した説明図である。

[図 15]図 15は本発明の実施の形態のアクセス装置におけるリアルタイムデータの記録処理を示したフローチャートである。

[図 16A]図 16Aは本発明の実施の形態のアクセス装置における空き領域取得処理を示したフローチャートである。

[図 16B]図 16Bは本発明の実施の形態のアクセス装置における空き領域取得処理を示したフローチャートである。

[図 17]図 17は本発明の実施の形態における領域管理ブロック制御部で FATを管理する際の FAT状態の一例を示した説明図である。

[図 18]図 18は本発明の実施の形態におけるアクセス装置内のノッファ使用量と情報記録媒体への記録タイミングの一例を示した説明図である。

[図 19A]図 19Aは本発明の実施の形態における領域管理ブロック情報の生成処理を示したフローチャートである。

[図 19B]図 19Bは本発明の実施の形態における領域管理ブロック情報の生成処理を示したフローチャートである。

[図 20]図 20は本発明の実施の形態における探索済みブロック再判定の処理を示したフローチャートである。

[図 21]図 21は本発明の実施の形態の領域管理ブロック情報の生成処理過程での各値の関係を示した図である。

[図 22A]図 22Aは本発明の実施の形態における複数のクラスタで構成される記録単位とスロットを示す図である。

[図 22B]図 22Bは本発明の実施の形態における複数のクラスタで構成される記録単位とスロットを示す図である。

符号の説明

1 アクセス装置

2 メモリカード

11, 22 CPU 12, 23 RAM

13 コネクタ

14, 24 ROM

15 アプリケーション制御部

16 ファイルシステム制御部

17 アクセス制御部

18 領域管理ブロック制御部

19 領域管理ブロック情報

21 ホスト IZF部

25 不揮発性メモリ

301 ファイルシステム管理情報領域

302 ユーザデータ領域

303 マスターブートレコード 'パーティションテーブル

304 パーティションブートセクタ

305, 306 FAT

307 ノレートディレクトリエントリ

401 ディレクトリエントリ

発明を実施するための最良の形態

[0063] 以下、本発明の実施の形態について、図面を参照しつつ説明する。本実施の形態では、情報記録媒体として FATファイルシステムで管理されて、るメモリカードを用いる場合を例として説明する。図 10は本実施の形態における情報記録媒体アクセス装置 1 (以下、アクセス装置 1とする）と情報記録媒体であるメモリカード 2の構成図である。アクセス装置 1は、 CPU11、 RAM 12,コネクタ 13、 ROM14を含んでいる。

[0064] コネクタ 13はアクセス装置 1とメモリカード 2との接続部であり、このコネクタ 13を経由して読出し'書込み等の各種コマンドやデータが送受信される。 ROM14はァクセス装置 1を制御するプログラムを格納しており、このプログラムは RAM12を一時記憶領域として使用し、 CPU11上で動作する。

[0065] ROM14は、図 10には記載していないタツチパネル ·キーボード等の入力装置の制御、 LCD'スピーカ等の出力装置の制御、メモリカード 2に格納された AVデータの再生制御、メモリカード 2への AVデータの記録制御等の、アクセス装置 1がユーザに提供するサービス全般の制御を行うアプリケーション制御部 15を含んでヽる。また R OM14は、メモリカード 2の不揮発性メモリ 25上に構築されたファイルシステムの制御を行うファイルシステム制御部 16と、メモリカード 2に対するコマンド送受信を行うァクセス制御部 17も含んで、る。

[0066] ファイルシステム制御部 16は更に、固定長のブロックを単位として FAT1、 FAT2を管理し、空き記録領域の制御を行う領域管理ブロック制御部 18を含んでいる。領域管理ブロック制御部 18は FAT1、 FAT2を固定長に分割してできる各 FATブロックの空き記録領域長や有効性を示す情報を格納する領域管理ブロック情報 19をメモリである RAM 12上に生成し、空き領域の制御にこれを使用する。

[0067] また、図 10のメモリカード 2は、ホスト I/F21、 CPU22、 RAM23、 ROM24、不揮発性メモリ 25を含んでいる。ホスト IZF21は、アクセス装置 1と各種コマンドやデータを送受信するためのインターフェースである。

[0068] ROM24にはメモリカード 2を制御するプログラムが格納されている。このプログラムは RAM23を一時記憶領域として使用し、 CPU22上で動作する。また不揮発性メモリ 25は、アクセス装置 1から入力されたユーザデータを格納し、保持するメモリであり、フラッシュメモリ等の半導体メモリが記録素子として使用される。また、この不揮発性メモリ 25の記録領域には、ファイルシステム管理情報であるマスターブートレコード' パーティションテーブル（MBR'PT)、パーティションブートセクタ（PBS)、 FAT1、 F AT2、ルートディレクトリエントリ (RDE)によってファイルシステムが構築されている。アクセス装置 1はこのファイルシステムに則ったファイル単位でユーザデータを管理している。

[0069] 次に、本実施の形態のアクセス装置 1におけるメモリカード 2挿入時の処理について、図 11から図 14を用いて説明する。さらに、本実施の形態の特徴である、領域管理ブロック制御部 18と、 RAM 12上に生成される領域管理ブロック情報 19について詳述する。

[0070] 図 11は本実施の形態のアクセス装置 1におけるメモリカード 2挿入時の一連の処理フローを示している。まず、アクセス装置 1のコネクタ 13にメモリカード 2が挿入されると、コネクタ 13に接続された信号線力も CPU11にメモリカード 2の挿入を通知する信号が送信され、メモリカードの挿入が検出される（S 101)。

[0071] CPU11がメモリカード 2の挿入通知信号を受信すると、アクセス制御部 17を起動し、アクセス制御部 17のプログラムによってメモリカード 2の初期化処理を実施する（S1 02)。この初期化処理では、アクセス装置 1がメモリカード 2に対する電力やクロックの供給を開始して、初期化コマンドをメモリカード 2に入力する。初期化コマンドを受信したメモリカード 2は、内部の不揮発性メモリ 25へ電力供給を開始する。その後、記録データのエラーチェック、論理アドレス '物理アドレス変換表の生成等、アクセス装置 1からメモリカード 2の不揮発性メモリ 25にアクセスするための準備を行う。

[0072] 初期化処理が完了すると、メモリカード 2はアクセス装置 1に初期化完了を通知する。次にアクセス装置 1では、 CPU 11がファイルシステム制御部 16を起動し、アクセス制御部 17を経由して、メモリカード 2の不揮発性メモリ 25のファイルシステム管理情報領域からファイルシステム管理情報を読み出す (S103)。ファイルシステム制御部 16は読み出したファイルシステム管理情報の内容を確認し、格納されている情報にエラーがないか、ファイルシステムの制御が行えるかを確認する（S104)。

[0073] クラスタサイズが 0に設定されている場合や、本来格納されているはずの識別子が格納されていない場合等、ファイルシステム管理情報にエラーがあった場合は、ァクセス装置は、メモリカードが挿入されていないアンマウント状態であるとして後に続くマウントのための処理を行なわず、一連の初期化処理を終了する（S 105、 S106)。メモリカード 2のファイルシステムに何らかの問題が生じている場合にアンマウント状態となる。この場合、再フォーマットするなどして正しいファイルシステムを構築しない限り、アクセス装置 1はメモリカード 2に対するマウント処理を行わず、ファイルアクセス処理は実現しない。

[0074] 逆に、ファイルシステム管理情報にエラーがな力つた場合は、ファイルシステム制御部 16はメモリカード 2のマウント処理を実施する（S107)。マウント処理では、メモリ力ード 2のファイルシステムへのアクセスに必要な情報 (各種管理情報が記録されて!ヽるアドレス、クラスタサイズ等）をファイルシステム制御部 16がファイルシステム管理情報力抽出し、 RAM12上に保持する。

[0075] 次に、 CPU 11は領域管理ブロック制御部 18を起動し、領域管理ブロック情報 19を生成する（S108)。 S108の詳細な処理内容は後述する。最後に領域管理ブロック情報 19の生成が完了すると、アクセス装置 1は、メモリカードがマウント状態であることを示すフラグを RAM 12上に保持し、一連の初期化処理を終了する（S109)。マウント状態に設定された場合、 S107のマウント処理において RAM12上に保持した情報を用いて、メモリカード 2上に構築されたファイルシステムにアクセスすることが可能となる。

[0076] S108の領域管理ブロック情報 19の生成処理について説明する。領域管理ブロック情報 19では、 FAT1、 FAT2を 512B等の固定長のブロック単位に分けた FATブロックを用いる。各 FATブロックが管理するユーザデータ領域中に存在する空き記録領域長の情報と、その空き記録領域長が閾値以上である力否かを示すフラグとを生成して、これらを領域管理ブロック情報 19として RAM12上に保持する。ここまでが領域管理ブロック情報 19の生成処理の過程である。

[0077] まず、 FAT1、 FAT2の管理方法から説明する。図 12は、 FAT1、 FAT2を領域管理ブロック制御部 18で管理する際の管理単位の一例を示した図である。ここでは、フアイルシステムとして FATエントリを 16ビット単位で管理する FAT16ファイルシステムを想定している。また、各パラメータは、クラスタのサイズを 16kB、 FATブロックのサィズを 512B、 FATのサイズを N X 512Bと想定している。つまり FATブロックは、 FA Tを固定長のブロックに分けて作られるものであり、 FATは N個の FATブロックに分割されている。

[0078] 領域管理ブロック制御部 18は、 FAT1、 FAT2をテーブルの先頭から順に FATブロックサイズの単位で区切り、空き記録領域長の情報を管理する。図 12の例では、 F ATブロック 1つ分に含まれる FATエントリ値はクラスタ 256個分についての情報を表し、これは 4MB分のユーザデータ領域の領域管理情報である。

[0079] FATブロックによってユーザデータ領域を 4MBの単位で区切ることができる。しかし、ユーザデータ領域の大きさは、 4MBの倍数長とは限らないため、 FATブロック N の終端付近の FATエントリは実際には使用せず、それに対応するユーザデータ領域も使用しない。更に、 FAT1、 FAT2の先頭に存在する 2つの FATエントリは FAT を識別するための識別子が格納されており、 FATブロック 1が管理する領域は、実際には（4MB— 16kB X 2)分のユーザデータ領域となる。

[0080] 次に FATブロックを用いたユーザデータ領域の管理方法を基に、図 13を用いて領域管理ブロック情報 19の生成処理フローを説明する。領域管理ブロック情報 19の生成処理では、まず現在参照して!/、る FATブロックの番号を示す COUNTERの値を" 1"に設定する（S201)。次に、 COUNTERが示す番号に対応する FATブロック 1内を参照し、 FATブロック 1内の空きクラスタ数（EMPTY— CLU—NUM)を算出する (S202)。

[0081] 具体的には、 COUNTERで指定された FATブロック内の 2バイト単位の値を判定する。 FATエントリの値が" 0x0000"であれば対応するクラスタが空きであると判定し、 1つの空きクラスタとして数える。この処理を COUNTERで指定された FATブロック内に存在する全ての FATエントリに対して繰り返し、 FATブロック内に存在する空きクラスタの総数を算出する。

[0082] この際、 COUNTERが" 1"の場合には、先頭の 2つの FATエントリを参照せず、残りの部分に含まれる全 FATエントリに対して上記 2バイト単位での判定を行い、空きクラスタ数を算出する。また、 COUNTERが"その場合には、 FATブロック N内で実際には使用されない終端付近の FATエントリを除外した残りの有効な FATエントリに対し上記判定を行い、空きクラスタ数を算出する。

[0083] 次に、空きクラスタ数が決定すれば、その値が閾値以上であるかの判定をする（S2 03)。閾値の詳細については後述するが、ここでは一例として閾値が" 100"に設定されている場合を説明する。空きクラスタ数が" 100"以上であった場合は閾値以上の値であるので、 FATブロックの有効性を示すフラグ（FLAG)を、 "有効（VALID) "に設定する（S204)。また、空きクラスタ数が" 100"未満であった場合は閾値未満の値であるので、フラグを"無効（INVALID) "に設定する（S205)。

[0084] 次に、領域管理ブロック情報 19内には COUNTER番目の FATブロックの情報として、算出した空きクラスタ数と、フラグの値を格納する（S206)。この後、 COUNTER 力 S"N"である場合、全ての FATブロックに対する処理が完了したことになるので、 S2 02に戻らないで処理を終了する（S207)。 COUNTERが" N"でない場合、 COUN TERに" 1，，をカ卩算し、 S202の処理に戻る（S208)。

[0085] このようにして生成された、領域管理ブロック情報 19の一例を図 14に示す。領域管理ブロック情報 19は、 FATブロック数（この例では" N")の情報力構成され、各 FA Tブロックに対し、 FATブロックに含まれる空きクラスタ数と、フラグが格納されている

[0086] 図 14の例では FATブロックの有効性を判定する閾値として" 100"を想定しており、 FATブロック 3、 FATブロック 4の空きクラスタ数力それぞれ" 100"未満であることから、 "INVALID"のフラグが格納されている。

[0087] 図 15は、アクセス装置におけるリアルタイムデータの記録処理を示したフローチヤートである。上記のように作られた領域管理ブロック情報は、図 15に示すリアルタイムデータの記録時における空き領域取得処理に使用される。次に図 15、図 16A、図 1 6Bを用いて本実施の形態における空き領域取得処理について説明する。

[0088] 図 16A,図 16Bは、図 15の S305で行なわれる空き領域取得処理のフローチヤ一トである。この空き領域取得処理は、領域管理ブロック情報を基に空き領域を割り当てる処理である。 FAT1、 FAT2は、 N個の FATブロックに分割され管理されていると想定する。図 16A,図 16Bの空き領域取得処理では、まず始めに FAT上の探索開始クラスタ番号に対応する FATエントリを含む探索開始 FATブロック番号（START — FAT— BL— NO)を算出する（S401)。初期状態の探索開始クラスタ番号は先頭のクラスタ番号を示す 2となって!/、る。

[0089] FAT16ファイルシステムを使用し、 FATブロックサイズが 512Bの場合、探索開始 FATブロック番号の算出式は下記のようになる。

探索開始 FATブロック番号 =Ip (探索開始クラスタ番号 X 2Z512) + 1 ここで Ip (X)は、 Xの整数部分を意味する。例えば探索開始クラスタ番号が" 300" であった場合、探索開始 FATブロック番号は" 2"となる。

[0090] 次に、現在参照している参照クラスタ番号の値に探索開始クラスタ番号を代入すると共〖こ、現在参照してヽる参照 FATブロック番号（CURRENT— FAT— BL— NO) に探索開始 FATブロック番号を代入する（S402)。 [0091] 次に領域管理ブロック情報 19を参照し、参照 FATブロック番号に対応する FATブロックのフラグが" VALID"であるか確認する（S403)。 "VALID"であった場合、参照 FATブロック番号に対応する FATブロック内で空きクラスタの取得を試みる（S40 4)。

[0092] 具体的には、現在参照している FATブロック内において、参照クラスタ番号に対応する FATエントリ力順に値を確認し、 "OxOOOO"である FATエントリを探索する。この際、 1つの FATエントリを確認する度に参照クラスタ番号の値に" 1"を加算し、現在参照して、るクラスタ番号を更新する。

[0093] 現在参照して、る FATブロックの終端まで探索が完了する力、あるいは参照クラスタ番号の値がユーザデータ領域 302の終端のクラスタ番号を超えるまでの間に" 0x0 000"である FATエントリが見つかった場合、領域取得に成功したことになる（S405) 。続いて、取得した空きクラスタのクラスタ番号を探索開始クラスタ番号に代入して、 S TART— CLUを更新する（S406)。取得した空きクラスタをリアルタイムデータ記録に使用し（S407)、処理を終了する。この処理では、具体的には S803、 S804と同様の処理が実施される。

[0094] また、 "0x0000"である FATエントリが見つからなかった場合、あるいは、 S403の判定にぉ、てフラグが" INVALID"であった場合は、下記の条件の!/、ずれか一つでも条件が満たされてヽるか確認する（S408)。

(1)参照 FATブロック番号が探索開始 FATブロック番号より 1だけ小さ、値である

(2)参照 FATブロック番号の値が" N"であり、探索開始 FATブロック番号が" 1"である。

[0095] いずれかの条件を満たす場合、既に全 FATブロックの領域検索が完了したことを示すのでリアルタイムデータの記録に使える空き記録領域は存在しな、。即ち空き記録領域の取得に失敗したことになるので、一連の記録領域の取得処理は終了し、リアルタイムデータ記録は中止となる（S409)。

[0096] また、 S408の処理にお!、て!/、ずれの条件も満たさなかった場合は、参照 FATブロック番号の値が" N"であるかを確認する（S410)。 "N"であった場合は、参照 FATブロック番号の値に" 1"を代入し、 S403の処理に戻る（S411)。 "N"でなかった場合は、参照 FATブロック番号の値に" 1"を加算し、 S403の処理に戻る（S412)。このように本実施の形態のアクセス装置 1における領域取得処理では、フラグが" VALID"である FATブロックのみを空き領域検索の対象とする。

[0097] 図 16A,図 16Bの領域取得処理を実施した場合におけるリアルタイムデータ記録時の FAT更新のタイミングとバッファ使用量の変化を図 17、図 18を用いて説明する。図 17は、領域管理ブロック情報が図 14の場合における、 FAT1、 FAT2の状態を示した図である。斜線で示されている FATブロック 3と FATブロック 4は、空きクラスタの数が閾値の 100未満であるのでリアルタイムデータの記録には用いられない。この FATの状態において探索開始クラスタ番号の値が" 2"の場合にリアルタイムデータを記録すると、アクセス装置 1内のバッファ使用量とメモリカード 2への記録タイミングは図 18のようになる。

[0098] リアルタイムデータ記録開始直後の状態では、まず FATブロック 1に含まれる空き領域に、 154クラスタのリアルタイムデータが記録される。次に FAT1、 FAT2、ディレクトリエントリの記録を行なう。この処理をまとめて FAT更新という。この FAT1、 FAT 2の記録では、更新部分は FATブロック 1の中に限られるため、更新量は 1FATブロック分のみである。

[0099] 次に FATブロック 2に含まれる空き領域に 234クラスタのリアルタイムデータが記録される。その後、同様に FAT更新、即ち FAT1、 FAT2、ディレクトリエントリが記録される力この場合も更新部分は FATブロック 1つ分のみとなる。

[0100] 次に FATブロック 3、 FATブロック 4は、図 14に示す領域管理ブロック情報 19内のフラグが" INVALID"となっているため、リアルタイムデータの記録には使用されない。従って次の FATブロック 5に含まれる 178クラスタの空き領域にリアルタイムデータが記録される。その後も同様に FAT更新、即ち FAT1、 FAT2、ディレクトリエントリが記録されるが、この場合も更新部分は FATブロック 1つ分のみとなる。

[0101] このように、領域管理ブロック情報 19内のフラグが" VALID"となっている FATブロックに含まれる空き記録領域にのみリアルタイムデータを記録することで、 FAT更新の量は常に FATブロック 1つ分のみとなり、連続する 2つの FAT更新と FAT更新の間に記録されるリアルタイムデータ量は閾値以上のクラスタ数となることが保証される。そのため、 FAT更新が頻繁に発生することによるノッファ溢れを防止し、リアルタイムデータ記録時のリアルタイム性を保証することが可能となる。

[0102] 以上のように、閾値の設定によってデータ記録の速度を一定以上に確保することができる。この閾値の決定方法について以下に説明する。ここで説明する閾値は第 1の閾値 (BORDER)と呼び、連続する t回の FAT更新に挟まれた (t— 1)回のデータ記録の期間内に最低限記録が必要なリアルタイムデータの量を示すものである。これは、各 FATブロックに含まれる空き領域をリアルタイムデータ記録に使用するか否かを決定するのに用いられる。まず、連続する 2回の FAT更新に挟まれるデータ記録期間内に、最低限記録が必要なリアルタイムデータの量力 BORDERを決定する場合を説明する。この t = 2における BORDERを特に、 BORDER— 1とする。

[0103] BORDER- 1の決定方法を説明するにあたり、 FAT1、 FAT2、ディレクトリエントリの合計 3つの書き込みを 1セットの FAT更新と定義し、 1セットの FAT更新の処理時間（T_FAT、以下 Tfとする）を 100msecと想定する。また、アクセス装置 1が記録するリアルタイムデータのビットレート（TARGET_RATE、以下 Trとする）を 3MBZs 、メモリカード 2にリアルタイムデータを記録するレート（REC— RATE、以下 Rrとする )を 4MBZsと想定する。

[0104] この場合、リアルタイムデータ 1秒分の記録に必要な時間 (T— DATA、以下 Tdとする）は、次の式で算出される。

Td= (Tr/Rr) X 1000

すなわち、 Td= 750msecと算出される。また、 1秒当たりに実施可能な FAT更新回数 (Fc)は次の式で算出される。

Fc= (1000-Td) /Tf

[0105] すなわち、 Fc = 2. 5回と算出される。そのため、連続する 2セットの FAT更新に挟まれるデータ記録期間内で最低限記録が必要なクラスタ数は次の式で算出される。

BORDER 1 = Rr X Td/ 1000/Fc/Cs

Csはクラスタサイズを意味しており、クラスタサイズが 16kBの場合、 BORDER— 1 = 76. 8と算出される。すなわち、 BORDER— 1として" 77"を設定し BORDER— 1 以上の数のクラスタを用いれば、この例ではリアルタイムデータ記録時のリアルタイム性が保証できることになる。

[0106] 続いて、本実施の形態の変形例について以下に示す。上記の方法で BORDER— 1未満の FATブロックは" INVALID"として扱われ、当該 FATブロックが管理する記録領域をリアルタイムデータの記録に用いることはな、。しかしその FATブロックの直前または直後に、大きな空き記録領域を管理する FATブロックを組み合わせることができれば、上記の例で" INVALID"となって!/、る FATブロックでも用いることができる場合がある。この場合の閾値の決定について次に説明する。

[0107] ここでは、連続する 3回の FAT更新に挟まれる 2つのデータ記録期間内に、最低限記録が必要なリアルタイムデータの量カゝら BORDERを決定する場合を説明する。この BORDERは、先に述べた BORDERの定義において t = 3の場合にあたる。今回の BORDERを、特に BORDER— 2とする。説明に用いる FAT更新の定義や、 Tf、 Tr、 Rr、 Td、 FAT更新回数である FAT— COUNT (Fc)、クラスタサイズである CL U— SIZE (Cs)の定義は先に示した通りである。

[0108] この場合の BORDER— 2の決定は、 2つのデータ記録期間内に最低限記録が必要なリアルタイムデータの量がもとになるので、次の式によって求められる。

BORDER 2 = Rr X Td/ 1000/Fc/Cs X 2

Csが 16kBの場合、 BORDER— 2= 153. 6と算出される。すなわち、 BORDER - 2として" 154"を設定し BORDER— 2以上の数のクラスタを用いれば、リアルタイムデータ記録時のリアルタイム性が保証できることになる。

[0109] このように、連続する 3回の FAT更新に挟まれる 2つのデータ記録期間を考える場合、領域管理ブロック情報の生成処理が図 13とは異なるので、以下に図 19A,図 19 B及び図 20を用いて説明する。

[0110] 図 19A,図 19Bにおいて、まず現在参照している FATブロックの番号を示す COU NTERの値を" 1"に設定する（S501)。 COUNTERの値が示す FATブロック内の空きクラスタ数を算出して、 WORK1とする（S502)。次に、 COUNTERの値が" N" であるかどうかを確認する（S503)。 COUNTERの値は" 1"から始まる力後の処理、 S513からのループで帰ってきた COUNTERの値は" 1"より大きな値であるため S 503において" N"であるかどうかの判断を行なう。

[0111] COUNTERの値が"なでなければ、 COUNTERの値に 1を加算した番号の FAT ブロック内の空きクラスタ数を算出し WORK2とする（S505)。現在の COUNTERの値は" 1"であるので、 2番目の FATブロックである FATブロック 2の空きクラスタ数を WORK2とする。しかし COUNTERの値が" N"であれば、最後の FATブロックである FATブロック Nを参照して!/、ることを示しており、次に続く FATブロックは存在しないので、 WORK2は" 0"とする（S504)。

[0112] 続いて、先に求めた WORK1と WORK2を合計し、空きクラスタ数を求める（S506 ) o求めた空きクラスタ数の値を予め決められた BORDER— 2と比較する（S507)。空きクラスタ数が BORDER— 2以上の場合は、 COUNTERの値が示す FATブロックは、リアルタイムデータの記録に用いることができるので、当該 FATブロックがリアルタイムデータの記録に対して有効であることを示すためにフラグを" VALID"に設定する（S508)。この" VALID"のフラグと WORK1を領域管理ブロック情報内に CO UNTERの値が示す FATブロックの情報として格納する（S511)。

[0113] 逆に、空きクラスタ数が BORDER— 2未満の場合は、 COUNTERの値が示す FA Tブロックはリアルタイムデータの記録に用いることができない。このときは、当該 FAT ブロックがリアルタイムデータの記録に有効ではないということを示すためにフラグを"

INVALID"に設定する（S 509)。

[0114] S509の次の探索済みブロック再判定の処理（S510)を、図 20を用いて説明する。

まず、 COUNTERの値力 ' 1"であるかどうかを判断し（S601)、 "1"であれば S511 へ進み、 "INVALID"のフラグと WORK1を領域管理ブロック情報内に COUNTER の値が示す FATブロックの情報として格納する。 COUNTERの値力 ' 1"でなければ、 COUNTERの値から 1を減算して L— COUNTERとする（S602)。

[0115] L— COUNTERの値が示す FATブロック内の空きクラスタ数を求めて L— WORK とし（S603)、この L_WORKを S507で用いた BORDER— 2と比較する（S604)。 L— WORKが BORDER— 2以上であれば、図 20のフローに示す処理を終えて S51 1へ進み、 "INVALID"のフラグと WORK1を領域管理ブロック情報内に COUNTE Rの値が示す FATブロックの情報として格納する。 [0116] L— WORKが BORDER— 2未満であれば、領域管理ブロック情報内の L— COU NTERの値が示す FATブロックの情報として" INVALID"のフラグを格納する（S60 5)。

[0117] 次に、 L— COUNTERの値力 ' 1"かどうかの判定を行なう（S606)。 L— COUNT ERの値が" 1"でなければ、 L— COUNTERの値から 1減算し（S607)、 S603へとループして同じ処理を繰り返す。し力し、 L— COUNTERの値力 ' 1"であるということは、 FATブロックの先頭である FATブロック 1を参照しているということを示しており、これよりさかのぼっては参照すべき FATブロックは存在しないので、探索済みブロック再判定の処理（S510)を終了し、 S511へ進んで" INVALID"のフラグと WORK1 を領域管理ブロック情報内に、 COUNTERの値が示す FATブロックの情報として格納する。

[0118] 図 19A,図 19Bに戻って S511の処理の次は、現在の COUNTERの値が" N"であるかどうかを判断する（S512)。 "N"でなければ COUNTERの値に 1を力卩算し（S5 13)、 S502へとループして同じ処理を行ない、 COUNTERが" N"になるまで同じ処理を繰り返す。 "N"であることは、現在 FATブロック Nを参照していることを示し、これより後に参照すべき FATブロックは存在しな、ので、領域管理ブロック情報生成処理を終了する。

[0119] 上記の領域管理ブロック情報の生成処理について、 COUNTER、 WORKl、 WO RK2に、実際の数値を用いて、図 14、図 19A,図 19Bと図 20、図 21を参照しながら説明する。図 21の WORKl、 WORK2は図 14の空きクラスタ数を用いたものであり、各 FATブロックの空きクラスタ数は同じ数字を用いて!/、る。ここで BORDER— 2は、 154に設定されているとする。

[0120] S501で、 COUNTERの値を 1とすると、 S502での WORK1は FATブロック 1が示す 154である。 S503において COUNTERの値は" N"ではないので、 WORK2は F ATブロック 2が示す 234であり、 S506で 2FATブロックの合計の空きクラスタ数は 38 8となる。 S507での比較によると空きクラスタ数は BORDER— 2の値である 154以上であるので、 S508において FATブロック 1についてのフラグを" VALID"とする。 S5 11に移って、 COUNTERの値の通り、 FATブロック 1の情報として WORK1を 154 、フラグを" VALID"として領域管理ブロック情報内に格納する。 S512において、 C OUNTERの値は" N"ではなぐ' 1"であるので、 S513に移って COUNTERの値に 1 をカ卩算して COUNTERの値を 2として S502に進む。

[0121] COUNTERの値が 2であれば、 S505において WORK1力 34で WORK2力 3 であり、 S506の合計空きクラスタ数は 257となる。これも S507で BORDER— 2以上であると判断されるので、 S511で FATブロック 2の情報として WORK1を 234、フラグを" VALID"として領域管理ブロック情報内に格納する。 S 513で COUNTERの値に 1をカ卩算して COUNTERの値を" 3"として S502にループする。

[0122] COUNTERの値が 3のときは、 S505において WORK1力 3で WORK2力 6であり、 S506の合計空きクラスタ数は 79となる。この値は S507において BORDER— 2の値以上ではな!/、ので、 S509にお!/、て FATブロック 3につ!/、てのフラグを" INVA LID"とする。

[0123] 次に、 S510の処理に移り、図 20の S601で COUNTERの値が 1であるかを判断する。現在の COUNTERの値は" 3"であるので、 S602において、 L— COUNTER (= COUNTER- 1)の値は" 2"となる。 S603では L— COUNTERの値が" 2"であることから FATブロック 2内の空きクラスタ数 L— WORKを算出し、 L— WORKの値に 234を得る。この L— WORKは 2つの FATブロックの空き領域の合計ではなぐ F ATブロック 2だけの空き領域である力それでも BORDER— 2以上であるので、 FA Tブロック 3との組み合わせでもリアルタイムデータの記録に使用可能であるとして FA Tブロック 2の" VALID"のフラグは維持される。

[0124] もしここでの L— WORKが 131であれば、 FATブロック 2のフラグはすでに" VALI D"になっている力 BORDER— 2未満であるので S605の処理で FATブロック 2のフラグは" INVALID"に設定しなおされる。この処理の根拠は次のように説明できる。つまり、 FATブロック 3のフラグが" INVALID"となり空きクラスタ数力 ^であると扱われているので、 FATブロック 3との組み合わせでは BORDER— 2以上にはならず、 F ATブロック 2も用いることはできなくなるということである。このような処理を COUNTE Rの値が" N"になるまで繰り返し、 FATブロック番号に対して、 WORK1とフラグを備えた、領域管理ブロック情報を生成する。 [0125] このような領域管理ブロック情報を生成し用いることで、 FAT更新の回数がユーザデータ領域 302内の空き記録領域の配置状態に左右されなくなり、バッファ溢れを防止し、リアルタイムデータ記録時のリアルタイム性を保証することが可能となる。更に、本発明のアクセス装置では FATブロック内に含まれる空き記録領域が必ずしも連続している必要はないため、小さな空き記録領域が分散して FATブロック内に存在する場合にぉ、ても FAT更新の回数を抑制し、リアルタイムデータを記録することができ、ユーザデータ領域 302内の空き記録領域を効率的に使用することが可能となる。

[0126] ここまで、本発明の実施の形態について説明してきたが、本発明は上記の実施の形態に限定されるものではなぐ本発明の趣旨を逸脱しない範囲で変更することができる。本実施の形態において説明した各種の数値は一例であり、その他の値に変更して本発明を実施することができる。

[0127] 例えば、 FATブロックサイズとして 512Bの場合について説明したが、 16kB等に変更しても構わない。また、領域管理ブロック情報 19をメモリカード挿入時に生成する場合について説明した力静止画のデータを取り込むモードから動画のデータを取り込むモードに切換えた時や、アクセス装置の電源投入時など、挿入後の任意のタイミングで生成しても良い。さらに、 FAT1、 FAT2が更新される際に逐次領域管理プロック情報 19の内容を更新しても良、。

[0128] また、情報記録媒体としてメモリカードを例として説明したが、小さな単位での記録が比較的低速で、大きな単位での記録が比較的高速となるような特徴を有する情報記録媒体であれば、ハードディスクや光ディスク等、他の種類の情報記録媒体を使用しても構わない。

[0129] ハードディスク等でアクセス装置 1に常時接続されてヽる情報記録媒体の場合、ァクセス装置 1に対する電源投入と同時か、あるいは情報記録媒体を使用する直前に図 11と同様の処理を実施すれば良い。この場合、 S101、 S102の処理は不要であり、必要であれば代わりに情報記録媒体固有の初期化処理を挿入すれば良、。

[0130] また、本実施の形態ではファイルシステムとして FATファイルシステムを例に説明した力その他のファイルシステムを用いても良い。例えば、 UDFファイルシステムでは空き記録領域の管理を SpaceBitMapと呼ばれるビットマップで管理して!/、る。本発明を UDFファイルシステムに適用する場合、 FATブロックの代わりに、 SpaceBitMa Pを固定長のブロック単位に分けて管理する SpaceBitMapブロックを用いて制御すれば良い。

[0131] これまでに、 BORDER- 1未満または BORDER— 2未満の空き記録領域しか存在しない FATブロックへはリアルタイムデータを記録しない旨を説明した。しかし、このような FATブロックへはリアルタイム性を必要としない静止画等のデータを記録することで更に記録領域を効率的に使用することが可能となる。

[0132] 本実施の形態では、先に述べた BORDERの定義における、 t= 2と t= 3の場合を説明した。しかし、これら tの値にかかわらず、 tに 4以上の値を設定してもよい。こうすることで、空き記録領域量が少ない FATブロックでも、その前後に空き記録領域量が多い FATブロックがあれば、リアルタイムデータの記録が可能となり、より空き記録領域を効率的に使用することができる。

[0133] 更に本実施の形態では、「該当する FATブロック内に含まれる全空きクラスタ数」を算出し、 BORDER- 1または BORDER— 2と比較してフラグを決定する方法について説明したが、次のように変更しても良い。

[0134] (1)連続する複数の FATエントリを 1つのデータ記録単位とする方法がある。例えば、図 22Aは 1つの FATブロックを示しており、四角形の 1つ 1つは FATエントリである。〇印、 X印はその FATエントリが管理するクラスタの状態を表し、〇印はクラスタ力 S空きであること、 X印はクラスタに有効なデータが既に記録されていることを示す。図が示すように先頭の FATエントリ力順に 2つずつを 1つのデータ記録単位として組にして、このデータ記録単位内に含まれる 2つの FATエントリが〇印である場合にそのデータ記録単位を"空きデータ記録単位"とする。次に、 FATブロック内に含まれる"空きデータ記録単位"が管理する空きクラスタの数を BORDER— 1または BOR DER— 2と比較して FATブロックの使用可能、不能を示すフラグを決定する。こうすることで少なくとも 2つの連続した空きクラスタをリアルタイムデータの記録に使うことができる。

[0135] (2)別の方法として、連続する複数のクラスタで 1つのスロットを構成することが考えられる。例えば図 22Bは、先頭の FATエントリ力順に 8つずつを 1つの組にしてスロットを構成した状態を表している。図 22Bも 1つの FATブロックを示しており、四角形、〇印、 X印の示す意味も（A)と同じである。今、 1つのスロット内の〇印の数は、スロット（1)は 5つ、（2)は 6つ、（3)は 2つ、（4)は 4つである。〇印はその FATエントリが管理するクラスタが空きであることを表すので、スロット（1)は 5つの空きクラスタを管理していることになり、スロット（2)、（3)、（4)も〇印と同数の空きクラスタを管理している。ここで、一定数以上の空きクラスタを管理しているスロットを選ぶために第 2の閾値を導入する。第 2の閾値は 1つのスロットで確保したい最少の空きクラスタの数であり、 1つのスロット内の〇印の数と比較することに用いられる。ここで第 2の閾値を 5とすると、スロット（1)と（2)は〇印が 5つ以上あり第 2の閾値以上のスロットとなり、スロット（3 )と (4)は第 2の閾値以下のスロットとなる。この第 2の閾値以上のスロット（1)と（2)を" 空きスロッド，として扱い、 1つの FATブロック内の全ての空きスロットに含まれる〇印、つまり空きクラスタの数を合計してこの合計を BORDER— 1または BORDER— 2と比較する。この比較によって FATブロックの使用可能、不能を示すフラグが決定する

[0136] (2)で述べたスロットは、先の（1)で述べた記録単位とは異なる。スロット、記録単位とも連続する複数のクラスタで構成され、リアルタイムデータの記録をより高速で行なうことを目的にしたものである力構成に用いられるクラスタの数が違い、スロットの方力り多くのクラスタで構成される。

[0137] 例えば、フラッシュメモリを用いたメモリカードの場合、消去ブロックサイズ内に記録するデータ量と、記録速度の関係はほぼ比例に近い関係になることから、消去ブロックサイズ内に記録するデータ量が増加すれば、記録速度も高速になる。そのため、 1 つの消去ブロックを構成するクラスタ（ここでは、 32クラスタ）を管理してヽる全部の F ATエントリを 1つのスロットとして設定し、 FATブロックを 1以上のスロット（ここでは、 8 スロット）で構成する。この上で、一定以上の空き記録領域が存在するスロットのみを選択すると、 1回の消去で記録できる新しいデータの量も一定以上が確保されることとなり、高速の記録速度を保証することが可能となる。

[0138] また、領域管理ブロック情報 19にフラグを格納する例について説明したが、 S403 の判定処理において毎回、第 1の閾値と空きクラスタ数を比較するようにすればフラグは不要であり、領域管理ブロック情報 19にフラグを格納する必要はな!/、。

産業上の利用可能性

本発明に関わるアクセス装置は、ファイルシステムにより管理された情報記録媒体に対し、 FAT等の領域管理情報を固定長のブロック単位で管理し、閾値以上の空き記録領域を含む領域管理情報ブロックに含まれる空き記録領域のみをリアルタイムデータの記録に使用する。これにより、ユーザデータ領域内の空き記録領域の配置状態によらず、 FAT更新が頻繁に発生することによるノッファ溢れを防止し、リアルタィムデータ記録時のリアルタイム性を保証することが可能となる。このようなアクセス装置は、動画データ、音声データ等をリアルタイムに記録するポータブルムービー、 DV Dレコーダ、 HDDレコーダ、レコーダ機能付きデジタルテレビ、デジタルスチルカメラ、 ICレコーダ等として利用することができる。

Claims

請求の範囲

[1] 格納データをファイルシステムにより管理する情報記録媒体にアクセスする情報記録媒体アクセス装置にぉ、て、

ファイルシステムが管理する領域管理情報を固定長ブロック単位に分割して、各固定長ブロック内に含まれる空き領域長に関する情報を格納する領域管理ブロック情報を情報記録媒体アクセス装置内のメモリ上に生成し、ファイルデータ記録時の領域割り当てに前記領域管理ブロック情報に格納された情報を利用する領域管理ブロック制御部を具備する情報記録媒体アクセス装置。

[2] 管理単位であるクラスタが複数集まって構成されるデータ記録領域と、前記各クラスタに対する 1つの管理情報単位であるエントリ情報を複数保持する領域管理情報とを備える不揮発性メモリを含む情報記録媒体にアクセスする情報記録媒体アクセス装置であって、

前記領域管理情報は、前記データ記録領域において一定数の物理的に連続したクラスタが得られるように組み合わされた一定数の前記エントリ情報力成る領域管理ブロックを複数有するものであり、

前記情報記録媒体から前記領域管理情報を読み出し、前記領域管理ブロックごとに空きクラスタ数を算出し、前記各領域管理ブロックの前記空きクラスタ数を第 1の閾値と比較して、第 1の閾値以上のときに当該領域管理ブロックをデータ書き込みが可能な領域とする前記領域管理ブロック制御部と、

前記各領域管理ブロックと当該領域管理ブロック内の空き領域長に関する領域管理ブロック情報を保持するメモリと、を具備する情報記録媒体アクセス装置。

[3] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 2記載の情報記録媒体アクセス装置。

[4] 前記第 1の閾値は、

連続する t回のファイルシステムの管理情報更新に挟まれる (t- 1)回のデータ記録期間内で最低限記録しなければならな、ファイルデータが記録できるクラスタ数である請求項 2記載の情報記録媒体アクセス装置。

[5] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記領域管理ブロック毎に、前記データ記録領域において 2つ以上の物理的に連続したクラスタが得られるように前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つの組として管理し、各組のエントリ情報で示されるクラスタが全て空き領域となって、る組に含まれるクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域とする請求項 2記載の情報記録媒体アクセス装置。

[6] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 5記載の情報記録媒体アクセス装置。

[7] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記領域管理ブロック毎に、前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つのスロットとして管理し、各スロットに含まれるクラスタの内、空きクラスタ数が第 2の閾値以上の場合に当該スロットを空きスロットと判定し、前記領域管理ブロック内のすべての空きスロットに含まれる空きクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域とする請求項 2記載の情報記録媒体アクセス装置。

[8] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 7記載の情報記録媒体アクセス装置。

[9] 前記領域管理ブロック制御部は、

前記メモリに保持された前記領域管理ブロック情報を参照し、前記空き領域長が、一定値以上である前記領域管理ブロックに含まれる空き領域をファイルデータ記録時に割り当てる請求項 1記載の情報記録媒体アクセス装置。

[10] ファイルシステムが管理する領域管理情報を固定長ブロック単位に分割して、各固定長ブロック内に含まれる空き領域長に関する情報を格納する領域管理ブロック情報を情報記録媒体アクセス装置内のメモリ上に生成し、ファイルデータ記録時の領域割り当てに前記領域管理ブロック情報に格納された情報を利用するデータ記録方法

[11] 管理単位であるクラスタが複数集まって構成されるデータ記録領域と、前記各クラスタに対する 1つの管理情報単位であるエントリ情報を複数保持する領域管理情報とを備える不揮発性メモリを含む情報記録媒体にアクセスするデータ記録方法であって、前記領域管理情報は、前記データ記録領域において一定数の物理的に連続したクラスタが得られるように組み合わされた一定数の前記エントリ情報力成る領域管理ブロックを複数有するものであり、

前記情報記録媒体から前記領域管理情報を読み出し、前記領域管理ブロックごとに空きクラスタ数を算出し、前記各領域管理ブロックの前記空きクラスタ数を第 1の閾値と比較して、第 1の閾値以上のときに当該領域管理ブロックをデータ書き込みが可能な領域とし、

前記各領域管理ブロックと当該領域管理ブロック内の空き領域長に関する領域管理ブロック情報をメモリに保持するデータ記録方法。

[12] 前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 11記載のデータ記録方法。

[13] 前記第 1の閾値は、

連続する t回のファイルシステムの管理情報更新に挟まれる (t- 1)回のデータ記録期間内で最低限記録しなければならな、ファイルデータが記録できるクラスタ数である請求項 11記載のデータ記録方法。

[14] 前記領域管理ブロック毎に、前記データ記録領域において 2つ以上の物理的に連続したクラスタが得られるように前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つの組として管理し、各組のエントリ情報で示されるクラスタが全て空き領域となって、る組に含まれるクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域とする請求項 11記載のデータ記録方法。

[15] 前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 14記載のデータ記録方法。

[16] 前記領域管理ブロック毎に、前記データ記録領域において 2つ以上の物理的に連続したクラスタが得られるように前記エントリ情報を 2つ以上組み合わせて 1つのスロットとして管理し、各スロットに含まれるクラスタの内、空きクラスタ数が第 2の閾値以上の場合に当該スロットを空きスロットと判定し、前記領域管理ブロック内のすべての空きスロットに含まれる空きクラスタ数を前記第 1の閾値と比較し、前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値以上である場合は、該当する領域管理ブロックが管理する記録領域をデータ記録可能な領域とする請求項 11記載のデータ記録方法。

[17] 前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数を示す値、及び前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が第 1の閾値以上である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用可能であることを示すフラグ、前記領域管理ブロック内の前記空きクラスタ数が前記第 1の閾値未満である場合は、当該領域管理ブロックが管理する記録領域が使用不能であることを示すフラグを前記領域管理ブロック情報として前記メモリに格納する請求項 16記載のデータ記録方法。

前記メモリに保持された前記領域管理ブロック情報を参照し、前記空き領域長が、一定値以上である前記領域管理ブロックに含まれる空き領域をファイルデータ記録時に割り当てる請求項 10記載のデータ記録方法。