JPH0695955A - フラッシュ・ファイル・システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 従来のＦＡＴファイルシステムに対応できる
ようにし、無駄な書き換えや無駄なフラッシュ回数を減
少させ、かつ固定エリアへの書き込み集中を避けてデ−
タを分散させ、しかもシステム側のメモリを圧迫しない
ようにして、デ−タ転送量も少なくすることができるフ
ラッシュ・ファイル・システムを実現する。 【構成】 消去ブロックの少なくとも１つを、Ｇarbage
Ｃollectionのためにリ−ド／ライトアクセスで他のデ
−タで使用されないように、浮動的存在にさせる。ま
た、各レコ−ド間に、論理的ファイルシステムの存在位
置を関連付ける情報を持たせ、システム側のメモリ上に
位置情報を読み込んで、その位置情報格納エリアを参照
することにより指定レコ−ドへのアクセスを行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、性能劣化を抑えること
ができ、かつ固定エリアに書き込みを集中させずに、デ
−タを分散させ、しかも従来のＦＡＴファイル・システ
ムのインタフェ−スを維持できるフラッシュ・ファイル
・システムに関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来より、製造する時に内容を書き込む
マスクＲＯＭと、使用者が電気をかけてプログラムを書
き込むＰＲＯＭ（Ｐrogrammable ＲＯＭ）とがある。
ＰＲＯＭのうち、発光装置等により消去、書き換え可能
なものをＥＰＲＯＭ（Ｅrasable and Ｐrogrammable
ＲＯＭ）と呼んでいる。書き換え可能な読み出し専用
メモリであるＰＲＯＭのうち、電気をかけて一挙に全内
容を消去させるフラッシュ・メモリ（フラッシュＰＲＯ
Ｍ）は、メモリ構造が簡単で、チップが小さくてすみ、
ＤＲＡＭより安価であるため、最近、注目されてきた。
ところで、フラッシュ・メモリには２つの特徴があり、
それらがデバイスを制御するファイル・システムに特殊
な要求を課している。その１つは、ビット値１を０にす
るのはいつでも可能であるのに対して、ビット値０を１
にするには（すなわち、ビット値の消去）、ビット境界
の操作ではない複雑な処理が要求される。このように、
フラッシュ・メモリでは、デバイス単位で消去しなけれ
ばならず、最近の技術でも、少なくとも３２Ｋバイトを
消去しなければ、再書き込みは不可能である。他の１つ
は、消去するために一定時間が必要となることである。

【０００３】また、フラッシュ・メモリは、従来のＦＡ
Ｔファイル・システム（固定長セクタ・アクセス方式）
とは異なり、ファイル入出力操作をトラップ（横取り）
して、ディレクトリとデ−タとを可変長のレコ−ド間に
納め、メモリの下位から上位に向けてポインタをチェイ
ンさせながら保存していく方法を用いている。そのトラ
ップ方式は、ネットワ−ク上の共有ドライブで行われる
方式（リディレクタ方式）と同じであって、セクタ単位
のリ−ド／ライトを行う物理的アクセスは許されていな
い。また、情報の保存方法は、セクタ番号ではなく、物
理的なアドレスを使用したポインタ・チェイン方式によ
り、スタックを利用するようにアドレスの上位に伸びて
いく。前述のように、フラッシュ・ファイル・システム
が最近注目されている理由としては、次の４つの事項で
ある。 （ａ）従来の磁気メディアによるシステムに比較する
と、小型、軽量にすることができること、 （ｂ）従来の磁気メディアによるシステムに比較する
と、衝撃に強いので、可搬性に優れている。 （ｃ）従来のＳＲＡＭによるシステムに比較すると、内
容をバックアップするための電源が不要である。 （ｄ）従来のＥＥＰＲＯＭによるシステムに比較する
と、素子を小型化できるので、大容量化に対応すること
ができる。 なお、フラッシュ・ファイル・システムについては、例
えば、インテル社・マイクロソフト社の機能仕様書（リ
ビジョン０．０１）（1990-02-05)に記載されている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前述の
ように、フラッシュ・ファイル・システムには次のよう
な問題点がある。 ビット値１を０にすることは簡単であるが、０を１に
する際には、消去ブロック（３２Ｋバイト程度）単位に
フラッシュ（ブロック内の全ビット値を１にする）しな
ければならない。 フラッシュのために、一定時間（１秒程度）を費して
しまう。 磁気メディアのように、無限に近い書き込み／再書き
込みは不可能である（１０万回程度）。さらに、別の問
題点として、次の３点がある。 従来のファイル・システムとは異なり、ネットワ−ク
ドライブのようにファイル入出力命令をトラップし、ス
タックを利用するようにデ−タを保存していくため、セ
クタ単位のリ−ド／ライトは不可能であり、一部のアプ
リケ−ション（例えば、ＣＨＫＤＳＫ，ノ−トンユ−テ
ィリティ等）が使用できない。 デ−タを保存していく際に、スタックのようにポイン
タによるチェインで行うため、不要となったデ−タレコ
−ドを消去するためには、ファイル・システム全体の再
構築を行う必要がある。その結果、前デ−タを保存して
おく外部メモリが必要となる。 ファイル中の１バイトが更新されただけで、その修正
されたバイト以降のファイルデ−タを別のエリアに書き
換えなければならない。 本発明の目的は、これら従来の課題を解決し、（イ）ア
プリケ−ションへの制約事項を排除するため、従来のＦ
ＡＴファイル・システムのインタフェ−スを維持し、
（ロ）性能劣化を極力抑えるために、無駄な書き換えや
フラッシュ回数を減らし、（ハ）固定エリアに対する書
き込みが集中しないように、デ−タを分散させ、（ニ）
フラッシュ操作のために、外部のメモリを使用しないよ
うなフラッシュ・ファイル・システムを提供することに
ある。

【０００５】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明のフラッシュ・ファイル・システムは、
（イ）フラッシュＲＯＭで構成され、複数の消去ブロッ
クを具備したフラッシュ・ファイル・システムにおい
て、複数のレコ−ド、および各レコ−ド毎にレコ−ドが
未使用か、無効かを、また使用中のときには、セクタ番
号とレコ−ド番号をそれぞれ示す位置情報から構成さ
れ、各レコ−ドがランダムにしかも他のレコ−ドとは独
立して存在する複数の消去ブロックを有し、該消去ブロ
ックの１個を、ランダムアクセスの作用で不連続な未使
用エリアを集合して、ファイルシステムの再構築を行う
Ｇarbage Ｃollectionのために、他の有効デ−タによ
り使用されないようにすることを特徴としている。ま
た、（ロ）レコ−ドと論理的なファイルシステムの存在
位置を関連付ける位置情報は、フラッシュＲＯＭの各レ
コ−ド間に挿入されるとともに、フラッシュＲＯＭに接
続されたシステム側のＲＡＭ上の位置情報格納エリアに
読み込まれて、システム側からフラッシュＲＯＭの指定
されたレコ−ドへのアクセスの際に、ＲＡＭ上の位置情
報格納エリアを参照することによりアクセスすることも
特徴としている。さらに、（ハ）システム側からフラッ
シュＲＯＭのレコ−ドを更新する場合、レコ−ド内の構
成ビットが前デ−タと更新デ−タの間で、０から１への
変化が発生しないときには、同一レコ−ド上で上書きす
ることも特徴としている。

【０００６】

【作用】本発明においては、外部にフラッシュＲＯＭの
元デ−タを保存するバッファを持たなくてもよいため、
０を１に書き換えるときでも、元デ−タを加工して書き
込んでから、フラッシュ処理を行うのみでよい。従来で
は、元デ−タをバッファに読み込んでから、フラッシュ
処理の後、元デ−タを加工して書き込んでいたので、処
理が遅くなっていたが、本発明では、各レコ−ドが独立
して存在するにもかかわらず、高速処理が可能である。
また、従来のフラッシュＲＯＭでは、下位から上位へポ
インタをチェインして保存していたが、本発明では各レ
コ−ドがチェインされておらず、独立して存在し、Ｇar
bageブロックも浮動的、つまり固定ブロックでなく変動
ブロックであるため、固定エリアへの書き込み集中がな
く、デ−タは分散される。また、バッファが不要である
ため、これを有効に利用することができ、他のアプリケ
−ション等に解放できる。さらに、本発明では、０から
１に変化させる時以外は、デ−タを上書きするだけであ
り、その結果、無駄な書き換えやフラッシュの回数を減
少させるので、性能の劣化が殆んどない。さらに、本発
明では、従来のＦＡＴファイル・システムに対応してい
るので、物理的アクセスが可能であり、アプリケ−ショ
ン等の制約がない。また、従来のフラッシュＲＯＭと同
じく、バックアップ電源は不要である。

【０００７】

【実施例】以下、本発明の実施例を、図面により詳細に
説明する。図１は、本発明の一実施例を示すフラッシュ
・ファイル・システムの斜視図である。ここでは、フラ
ッシュ・メモリカ−ドを扱う場合を示しているが、それ
以外のフラッシュ・メモリでも同じである。図１では、
フラッシュＲＯＭ４により構成されたメモリカ−ド１
を、メモリカ−ドスロット２を介して装着し、ファイル
システムとして使用するシステム装置３を示している。
図２は、図１におけるフラッシュＲＯＭ内デ−タの構成
図である。１ＭバイトのフラッシュＲＯＭとしては、図
２に示すように、＃０〜＃３１の消去ブロック（各々、
３２Ｋバイト）から構成される。各消去ブロックの内容
は、８バイトの制御情報を先頭に、レコ−ド＃０〜＃２
５１の各デ−タ（各々、２＋１２８バイト）が配列さ
れ、それらのデ−タの間に、レコ−ド＃ｎの位置情報
（各々２バイト）が挿入されている。これらの位置情報
は、１〜１６３８３のセクタ番号（このうち、１６３８
３は未使用レコ−ド）とセクタ内レコ−ド番号（０〜
３）から構成されている。位置情報の長さ、つまりセク
タ長は、１消去ブロック内では２バイト×２５６＝５１
２バイトである。従って、システム側からのセクタ単位
のリ−ド／ライト要求に対して、４レコ−ド／セクタの
アクセスが可能であり、その場合のアクセス対象は、消
去ブロック数＝３２、１消去ブロック当りのレコ−ド数
＝２５２、全セクタ数＝１９５３となる。なお、これら
の数値は一例であって、Ｇarbageブロック数もここでは
１としている。

【０００８】次に、用語の定義を記載しておく。Ｇarba
geブロックとは、消去ブロックのうちのいくつかのブロ
ックのことで、図２では１である。すなわち、未使用レ
コ−ドがなくなって、無効レコ−ドが存在する場合に、
無効レコ−ドを未使用レコ−ドにするために使用される
（Ｇarbage Ｃollection)。レコ−ドとは、フラッシュ
ＲＯＭ内のデ−タ格納単位である。ここでは、セクタサ
イズ（５１２バイト）の方がレコ−ド内デ−タエリアサ
イズ（２＋１２８バイト）よりも長くなっている。Ｇar
bage Ｃollectionとは、ランダムアクセスの作用によ
り、不連続にできた未使用エリアを集め、ファイルシス
テムの再構築を行うことである。位置情報とは、各レコ
−ドが未使用であるか、無効であるか、あるいは使用中
であるならば、何番目のセクタの何番目のレコ−ドであ
るかを示す。制御情報とは、消去ブロックにレコ−ドが
またがらないようにするための緩衝エリアである。そし
て、その消去ブロックがＧarbageブロックか否かの情報
や、ブロック内に含まれるレコ−ド数やサイズ、そして
制御情報のサイズ等を格納する。ここでは、Ｇarbageブ
ロックの場合、全ビットが１となり、それ以外は何等か
の情報が入っているものとする。位置情報格納エリアと
は、位置情報を格納するためのシステム内のメモリエリ
アのことである。該当エリアを高速にポイントするため
に使用される。本実施例のように、デ−タレコ−ドがラ
ンダムに、しかも他のレコ−ドとは独立して（つまり、
ポインタのチェィン等がない）存在するため、レコ−ド
検索時に不可欠である。レコ−ド内位置情報（レコ−ド
＃ｎの位置情報）を基にして、何番目の消去ブロックの
何番目のレコ−ドであるかの情報を、セクタ番号順に配
列する。

【０００９】図３は、図１におけるファイル・システム
の構成図である。図３において、１はメモリカ−ド、４
はメモリカ−ド１の構成要素であるフラッシュメモリ
部、５はシステムとメモリカ−ド１を結合するコネク
タ、１１はコネクタ５の挿入または抜出を監視するため
の挿抜監視部、１２はフラッシュメモリ部４のフラッシ
ュ処理を行うフラッシュ処理部、１３は位置情報を管理
する位置情報管理部、１４は位置情報を格納する位置情
報格納エリア、１５は書き込み要求に従って書き込みを
行う書き込み処理部、１６は読み込み要求に従って読み
込みを行う読み込み処理部、１７はシステム内のシステ
ムメモリ部である。図４は、図３における位置情報格納
エリアの構成図である。レコ−ド＃ｎ位置情報を基に、
セクタ番号の順序で、かつ同一セクタ番号のセクタ内レ
コ−ド番号の順序に配列することにより、該当レコ−ド
を高速にポイントすることができる。１つの位置情報格
納エリアには、０〜２５４の消去ブロック番号と、０〜
２５５（このうち、２５５は未書き込みレコ−ド）の消
去ブロック内レコ−ド番号とが格納され、全体で２バイ
トから構成される。図５は、位置情報格納エリアの更新
動作のフロ−チャ−トである。ここでは、ｂを消去ブロ
ック番号、ｒｂを消去ブロック内レコ−ド番号、ｓをセ
クタ番号、ｒｓをセクタ内レコ−ド番号とする。本実施
例では、リム−バブル（挿抜可能）なファイル・システ
ムを考えているので、このエリアの更新は、挿抜監視部
１１からの指示、あるいはシステムのリセット信号（電
源のオン・オフ、リセットスイッチによるもの、あるい
は初期化処理が行われることにより発生）により行われ
る。これらの指示による更新は、交換されたことを状態
フラグに保持しておき、読み込み／書き込み処理の前に
行うことも可能である。更新処理は、上記指示に基づい
て位置情報管理部１３が実行する。位置情報管理部１３
は、メモリカ−ド１内のフラッシュメモリ部４から、各
レコ−ドの位置情報を読み込み、位置情報格納エリア１
４に構成を変更して保存する。この際に、未だ書き込ま
れていないセクタに対応するエリアは、ＦＦＦＦｈ（全
ビットとも１）とする。図５において、先ずリセット信
号により位置情報格納エリアを全てＦＦＦＦｈとする
（ステップ１０１）。（ｂ，ｒｂ）で示される位置情報
（ｓ，ｒｓ）の読み取りを行い（ステップ１０４）、ｓ
＝１〜１６３８２であり、有効レコ−ドであるか否かを
判定し（ステップ１０５）、（ｓ，ｒｓ）で示される位
置情報格納エリアに（ｂ，ｒｂ）を保存する（ステップ
１０６）。保存されたならば、処理を元に戻す。そし
て、消去ブロック番号ｂが０〜３１に変更される毎に、
繰り返し同一動作（１０４〜１０６）を実行する（ステ
ップ１０２）。消去ブロック内レコ−ド番号ｒｂが０〜
２５１に変更される毎に繰り返し同一動作（１０４〜１
０６）を実行する（ステップ１０３）。

【００１０】次に、フラッシュ・ファイル・システムの
初期化（ＦＯＲＭＡＴ）について述べる。オペレ−ティ
ング・システム（ＯＳ）上でファイル・システムを運用
する場合、通常は何等かの初期化処理が必要である。こ
の初期化処理は、物理フォ−マット（メディア内を区画
化する作業）と、論理フォ−マット（ＯＳが必要とする
情報を書き込む作業、例えば、ディレクトリＦＡＴ等）
の２種で構成される。本実施例では、物理フォ−マット
が全消去ブロックのフラッシュ、論理フォ−マットは従
来の磁気メディアとの互換性を維持しているため、通常
の作業に相当する。通常の作業とは、ＯＳに依存する
が、ここではＭＳ−ＤＯＳのＦＡＴファイル・システム
に準じる。本実施例の場合、物理フォ−マット（フラッ
シュ作業）は、特定のＩＤ（区画情報や位置情報）を書
き込む必要がないので、全消去ブロックをフラッシュす
るのみでよい。すなわち、位置情報は書き込み処理で更
新され、またフラッシュすることにより、自動的に未使
用レコ−ドの意味になるからである。また、論理フォ−
マットは、書き込み処理と同一の方法で行うことができ
る。全消去ブロックのフラッシュは、当然、位置情報格
納エリアの更新を引き起こす必要がある。すなわち、こ
の場合には、図３において、初期化要求がフラッシュ処
理部１２に入力され、フラッシュ処理部１２でフラッシ
ュ処理が行われた後、位置情報管理部１３に入力されて
位置情報格納エリアの更新が行われる。

【００１１】図６は、本発明における読み込み処理のフ
ロ−チャ−トである。システム側（通常、ＯＳ）からの
読み込み要求は、セクタ単位で行われる。本実施例で
は、セクタをいくつかのレコ−ドに分割し、各レコ−ド
を非連続のエリアに格納する。ここでは、位置情報に占
有されてしまう容量と、書き換え発生頻度のトレ−ドオ
フで定められた数、ここでは説明の都合上、４つに分割
されている。従って、図３において、読み込み要求が発
生すると（セクタ番号（ｓ）とシステムメモリ部１７へ
の転送アドレスを入力とする）、読み込み処理部１６
は、指定されたセクタのデ−タがフラッシュ・メモリ部
４のどこに格納されているかを判定するために、位置情
報格納エリア１４にアクセスする。そして、位置情報格
納エリア１４から（ｓ，ｒｓ）で表される（ｂ，ｒｂ）
を取得する（ステップ１１２）。この情報がＦＦＦＦｈ
（消去ブロック番号フィ−ルドが２５５）のときには
（ステップ１１３）、そのセクタは未だ書き込まれてい
ないと判断し、全て０のダミ−デ−タを指定されたシス
テムメモリ部１７のアドレスに転送する（ステップ１１
５）。また、この情報があるレコ−ドを指示していたと
きには（ステップ１１３）、そのレコ−ド内のデ−タを
反転しながら、指定されたシステム・メモリ部１７のア
ドレスに転送する（ステップ１１４）。デ−タを反転す
る場合、ビット０から１への変化をできるだけ避けるた
めに、初期化直後に全てのビットを１にし、それ以降、
有効なデ−タが書き込まれるまで、なるべく１のままの
状態にする。従って、全て１が書き込まれているなら
ば、システム側からは０が書き込まれているように見え
る。すなわち、ＦＡＴファイルシステムでは、ディレク
トリやＦＡＴの未使用エリアを０で表わしているからで
ある。

【００１２】図７は、本発明における書き込み処理のフ
ロ−チャ−トである。この場合には、読み込み処理と同
じように、システム側からの書き込み要求がセクタ単位
で行われ、本実施例では、レコ−ドに分割されて、非連
続のエリアに格納される。書き込み要求が発生すると、
書き込み処理部１５は、位置情報格納エリア１４を参照
して、既に書き込まれているセクタか否かを判断する
（ステップ１２２，１２３）。もし、書き込まれていた
ならば、更新すべきデ−タ（指定されたデ−タ）と比較
して（ステップ１２４）、０から１への変化が発生する
か否かを判断し（ステップ１２５）、発生しない場合に
は、デ−タを上書きする。すなわち、指定された書き込
みデ−タを反転しながら（ｂ，ｒｂ）で表わされるレコ
−ドに転送する（ステップ１３３）。一方、０から１へ
の変化が発生する場合には、前レコ−ドを無効化する
（ステップ１２６）。すなわち、レコ−ド内位置情報を
０に、位置情報格納エリアの該当位置をＦＦＦＦｈ（未
書き込み）にして、未使用レコ−ドを取得する（ステッ
プ１２７）。取得できた場合には（ステップ１２８）、
レコ−ドの有効化を行う（ステップ１３２）。すなわ
ち、レコ−ド内位置情報を指定セクタ番号・レコ−ド番
号に、そのレコ−ドのブロック番号とレコ−ド番号を位
置情報格納エリアの該当位置に、それぞれ設定する。そ
して、読み込み処理と同じように、指定された書き込み
デ−タを反転しながら、（ｂ，ｒｂ）で表わされるレコ
−ドに転送する（ステップ１３３）。

【００１３】図７において、既に書き込まれているか否
か、つまりｂ＝０〜２５４であるか否かを判断して（ス
テップ１２３）、未だ書き込まれていない場合には、同
じように未使用レコ−ドを取得し（Ｇarbageブロック以
外の未使用レコ−ド）（ステップ１２７）、レコ−ドの
有効化を行い（ステップ１３２）、デ−タの転送を行う
（ステップ１３３）。未使用レコ−ドを取得する場合に
は、Ｇarbageブロックを除いて検索する(ステップ１２
７)。すなわち、制御情報が全ビット１になっているブ
ロックを除外する。しかし、未使用レコ−ドがなくなっ
ている時には（ステップ１２８）、無効レコ−ド（レコ
−ド内位置情報が００００ｈ）を含む消去ブロックの無
効レコ−ド以外の情報（制御情報も含む）をＧarbageブ
ロックに転送し（ステップ１２９）、元のブロックのフ
ラッシュ要求をフラッシュ処理部１２に対して要求する
（ステップ１３１）。その場合、無効レコ−ドは自動的
に未使用レコ−ドとなる。フラッシュが終了すると、自
動的にそのブロックは、Ｇarbageブロックとなる。この
時、位置情報格納エリア１４の該当レコ−ドのブロック
番号を、新しい値に更新する（ステップ１３０）。

【００１４】以上説明したように、本実施例において
は、（イ）Ｇarbage Ｃollectionを行う場合の元のデ
−タを保存するためのバッファをシステム側に用意する
必要がなくなるので、システム側のメモリを有効に利用
でき、他のアプリケ−ション等に解放できる。（ロ）Ｇ
arbageブロックであった箇所がデ−タブロックになった
り、その逆になったりして、Ｇarbageブロックとデ−タ
ブロックを兼用しているように動作するので、外部に元
のデ−タを保存するバッファを設けた場合に比較して、
デ−タの転送量を少なくすることができる。すなわち、
後者の場合には、元デ−タの読み込み→フラッシュ→元
デ−タを加工して書き込みの順序で処理されるが、本実
施例では、元デ−タを加工して書き込み→フラッシュの
順序で処理できる。（ハ）Ｇarbageブロックが浮動的、
つはり固定ブロックでなく、変動ブロックであるため、
固定エリアへの書き込みの集中がない。（ニ）従来のＦ
ＡＴファイルシステムに対応しているため、物理的アク
セスが可能であり、アプリケ−ション等の制約事項がな
くなる。（ホ）バックアップ電源不要のファイルシステ
ムが実現できる。（ヘ）チェインしていないブロックの
集合であり、各レコ−ドが独立して存在しているにもか
かわらず、高速に各レコ−ドの存在位置を把握できる。
（ト）セクタとレコ−ドの対応付けが単純であるため、
レコ−ドサイズの変更等に柔軟に対処できる。（チ）０
から１への変化が起る時以外は、デ−タを上書きするの
で、無駄な書き換えや、フラッシュの回数を減少させる
ことができる。

【００１５】

【発明の効果】このように、本発明によれば、従来のＦ
ＡＴファイルシステムのインタフェ−スを維持すること
ができ、かつフラッシュ回数や無駄な書き換えをなくし
ているので、性能劣化を極力なくすことが可能である。
また、固定エリアに対する書き込み集中がなくなるの
で、デ−タを分散化することができ、しかもフラッシュ
操作のために、外部のメモリを使用しないので、システ
ム側のメモリを有効に利用できる。さらに、デ−タの転
送量が少なてすみ、レコ−ドサイズの変更等に柔軟に対
処でき、しかもバックアップ用電源を不要にできる。

【００１６】

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例を示すフラッシュ・ファイル・
システムの斜視図である。

【図２】図１におけるフラッシュＲＯＭ内デ−タの構成
図である。

【図３】図１におけるファイルシステムの構成図であ
る。

【図４】図１における位置情報格納エリアの構成図であ
る。

【図５】本発明における位置情報格納エリアの更新フロ
−チャ−トである。

【図６】本発明における読み込み処理のフロ−チャ−ト
である。

【図７】本発明における書き込み処理のフロ−チャ−ト
である。

【符号の説明】

１ メモリカ−ド ２ メモリカ−ドスロット ３ システム装置 ４ フラッシュＲＯＭ ５ コネクタ １１ 挿抜監視部 １２ フラッシュ処理部 １３ 位置情報管理部 １４ 位置情報格納エリア １５ 書き込み処理部 １６ 読み込み処理部 １７ システムメモリ部

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 フラッシュＲＯＭで構成され、複数の消
   去ブロックを具備したフラッシュ・ファイル・システム
   において、複数のレコ−ド、および各レコ−ド毎に該レ
   コ−ドが未使用か、無効かを、また使用中のときには、
   セクタ番号とレコ−ド番号をそれぞれ示す位置情報から
   構成され、各レコ−ドがランダムにしかも他のレコ−ド
   とは独立して存在する複数の消去ブロックを有し、該消
   去ブロックの１個を、ランダムアクセスの作用で不連続
   な未使用エリアを集合して、ファイルシステムの再構築
   を行うＧarbage Ｃollectionのために、他の有効デ−
   タにより使用されないようにすることを特徴とするフラ
   ッシュ・ファイル・システム。
2. 【請求項２】 請求項１に記載のフラッシュ・ファイル
   ・システムにおいて、上記レコ−ドと論理的なファイル
   システムの存在位置を関連付ける位置情報は、フラッシ
   ュＲＯＭの各レコ−ド間に挿入されるとともに、該フラ
   ッシュＲＯＭに接続されたシステム側のＲＡＭ上の位置
   情報格納エリアに読み込まれて、該システム側から該フ
   ラッシュＲＯＭの指定されたレコ−ドへのアクセスの際
   に、該ＲＡＭ上の位置情報格納エリアを参照することに
   よりアクセスすることを特徴とするフラッシュ・ファイ
   ル・システム。
3. 【請求項３】 請求項２に記載のフラッシュ・ファイル
   ・システムにおいて、上記システム側から該フラッシュ
   ＲＯＭのレコ−ドを更新する場合、該レコ−ド内の構成
   ビットが前デ−タと更新デ−タの間で、０から１への変
   化が発生しないときには、同一レコ−ド上で上書きする
   ことを特徴とするフラッシュ・ファイル・システム。