Способ записи, способ управления и устройство для записи - RU2242805C2

Чертежи

Показать все 36 чертежа(ей)

Описание

ОБЛАСТЬ ТЕХНИКИ

Настоящее изобретение относится к способу записи, способу управления и устройству для записи, которые обеспечивают запись данных с высокой скоростью, при которой во время процесса записи данных на носитель записи записываются только данные и производится обновление данных управления файлами совместно после окончания записи данных в устройство записи, с тем, чтобы записать данные, которые должны непрерывно вводиться в энергонезависимую память, которая управляется в соответствии с данными управления файлом, и запись выполняется дискретно в множество блоков.

ПРЕДПОСЫЛКИ ИЗОБРЕТЕНИЯ

Формируется носитель записи малых размеров, имеющий твердотельный элемент памяти, такой как флэш-память, он вставляется в управляющее устройство, которое используется исключительно для такого твердотельного элемента памяти, как встроенная память, или это управляющее устройство встроено в аудио/видеоустройство или информационное устройство в качестве встроенного управляющего устройства. Такое устройство, описанное выше, используемое для хранения компьютерных данных, данных неподвижного изображения, данных подвижного изображения и аудиоданных, было разработано в последнее время.

В системе записи, которая использует такой твердотельный элемент памяти, в связи с тем, что содержание данных подвижного изображения и аудиоданных, по существу, является временно непрерывным, когда так называемые данные потока, которые подаются непрерывно, записываются как данные записи, в некоторых случаях эти данные не записываются должным образом из-за несоответствия между количеством записываемых данных за единицу времени и битовой скоростью передачи информации в потоке данных.

Другими словами, в случае, когда битовая скорость передачи информации, количество данных за единицу времени, подаваемого потока данных постоянно превышает битовую скорость записываемых данных, происходит переполнение данных потока. Поэтому битовая скорость передачи информации записываемого потока данных ограничена. Другими словами, данные потока, имеющие битовую скорость передачи информации выше, чем заранее заданная величина, не могут записываться в реальном времени.

Процесс записи данных, выполняемый системой, которая управляет адресом записанных данных с помощью FAT (Таблицы размещения файлов (FAT)) на носителе записи, имеющем флэш-память и который использует таблицу преобразования адресов, изображен на фиг.22.

Хотя FAT и таблица преобразования адреса будут подробно описаны ниже, FAT представляет собой информацию, предназначенную для управления соединением кластеров в файл с помощью соединения адресов, когда данные записаны в заранее заданном отдельном блоке данных, кластере, который будет описан ниже.

Таблица преобразования адреса представляет собой информацию, необходимую для преобразования логических адресов, которые используются в FAT, в физические адреса, а именно в реальные адреса действительного расположения на носителе записи. Более подробно, данные одного файла обычно записываются на носитель записи, располагаясь в некотором множестве кластеров, при этом в FAT записывается взаимосвязь кластеров, что необходимо для записи информации в виде одного файла данных, адресов и последовательности кластеров. В FAT этот процесс выполняется с помощью адреса, соответствующего данным, который представлен логическим адресом, причем этот адрес преобразуется в физический адрес на основе таблицы преобразования адреса и, таким образом, выполняется доступ записи/воспроизведения к носителю записи.

В случае, когда записывается поток данных, контроллер записывающего устройства открывает файл для начала операции записи на этапе F301, изображенном на фиг.22.

Каждый раз, когда данные одного кластера поступают в виде подаваемого потока данных, данные одного кластера записываются на носитель записи на этапе F302, и таблица преобразования адреса и FAT постоянно обновляются по мере записи кластера на этапах F303 и F304. Другими словами, FAT и таблица преобразования адреса постоянно перезаписываются на носителе записи.

Причина, в соответствии с которой требуется обновление FAT и таблицы преобразования адреса, состоит в том, что для записи данных кластеров назначается неиспользованный логический адрес FAT, при этом на носителе записи используется физический адрес, соответствующий этому логическому адресу. Другими словами, определенная неиспользованная область в FAT назначается с соответствии с записью одного кластера, и неиспользованный физический адрес сопоставляется с логическим адресом в таблице преобразования адреса.

Каждый раз, когда подаются данные потока в один кластер, повторяются этапы F302-F304, и, когда запись всех поступающих данных потока завершается, выполнение последовательности переходит на этапы F305-F306, файл закрывается, и процесс заканчивается.

В данном случае выполняется процесс, описанный выше, при этом требуется, чтобы обновленные данные FAT и обновленные данные таблицы преобразования адреса записывались каждый раз, когда записываются данные одного кластера. Другими словами, количество записываемых данных потока составляет приблизительно 1/3 от общего количества записываемых данных за единицу времени, поскольку требуется записывать данные в соотношении количества данных обновления управляющих данных к количеству данных потока, которое составляет 2 части к 1 части.

Ситуация, нельзя записать данные потока, имеющего битовую скорость, которая превышает количество данных, которые могут быть записаны за единицу времени, принимается с нежеланием, поскольку количество данных, записываемое за единицу времени на носитель записи, определено характеристиками оборудования, но вовсе нежелательно то, что устанавливается верхний предел гораздо ниже, чем верхний предел, определенный характеристиками оборудования, а именно приблизительно на уровне 1/3 максимально возможного количества записываемых данных за единицу времени.

Для решения вышеуказанной проблемы требуется устранить ситуацию, когда высокая битовая скорость данных потока передачи информации является приемлемой с точки зрения оборудования, но не может быть использована из-за ограничений, связанных с программным обеспечением. Другими словами, требуется, чтобы данные потока с высокой битовой скоростью передачи информации могли записываться со значением скорости, максимально приближающимся к уровню максимальной битовой скорости, которая определяется характеристиками оборудования.

КРАТКОЕ ОПИСАНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ

Настоящее изобретение направлено на способ записи, предназначенный для записи основных данных на носитель записи, в котором носитель записи имеет разбитую на блоки область записи, в которой непрерывно подаваемые основные данные могут быть записаны дискретно, и управляющую область, предназначенную для данных управления записью, содержащих положение начала записи в области записи, предназначенной для соответствующих основных данных, данные связи, предназначенные для создания логической связи основных данных, записанных дискретно, и информацию директории, предназначенную для управления основными данными, содержащий следующие этапы:

записи имени временного файла в информации директории, когда записываются новые основные данные;

поиска блоков, в которые может быть произведена запись, которые имеются на носителе записи в заранее заданном порядке;

записи основных данных в блоки, в которые может произведена запись, которые были обнаружены на этапе поиска в определенном порядке;

генерирования данных связи;

записи сгенерированных данных связи и записи начального положения в управляющей области после окончания полной записи основных данных в область записи и

стирания имени временного файла.

Согласно предпочтительному варианту способа записи, среди блоков, в которые может производиться запись, проводят поиск в порядке возрастания идентификационных номеров, которые добавляются к блокам.

Согласно другому варианту способа записи, запись основных данных в блоки, в которые может производиться запись, выполняют после того, как идентификационные номера найденных блоков, в которые может производиться запись, будут преобразованы в физические адреса.

Согласно третьему предпочтительному варианту способа записи, содержимое следующих блоков, в которые может производиться запись, стирается перед выполнением записи основных данных в блоки, в которые может производиться запись.

Согласно еще одному варианту, способ записи дополнительно содержит этапы:

поиска блоков, в которые может производиться запись, в соответствии с управляющими данными записи;

обнаружения блоков, в которых основные данные были уже записаны, среди найденных блоков, в которые может производиться запись;

генерирования данных связи с помощью связи идентификационных номеров в заранее заданном порядке, когда блоки, в которые уже были записаны основные данные, обнаруживаются среди блоков, в которые может производиться запись; и

записи сгенерированных данных связи в управляющую область записи.

Кроме того, перед этапом генерирования данных связи блоки, в которых основные данные окончательно записываются, обнаруживают на этапах:

поиска идентификационных номеров блоков, в которые может производиться запись, в заранее заданном порядке;

принятия решения, были ли уже основные данные записаны в найденные блоки, в которые может производиться запись, или нет; и

определения блоков с окончанием записи данных, как блоков, расположенных непосредственно перед теми найденными блоками, для которых было принято решение о том, что в эти блоки, в которые может производиться запись, основные данные еще не были записаны, как результат этапа принятия решения.

А также способ записи может дополнительно содержать этапы: записи идентификационного номера, который добавляется в блок, в который было записано окончание основных данных, на этапе записи основных данных в блоки, в которые может быть произведена запись, в порядке, при этом блок, в который было записано окончание основных данных, определяется во время генерирования данных связи, как записанный идентификационный номер.

Кроме того, способ записи может дополнительно содержать этап: записи идентификационного номера, который добавляется к блоку, в котором были записаны первые новые основные данные, в котором идентификационный номер определяется как первый блок, в котором записываются новые основные данные, во время генерирования данных связи.

Согласно одному из предпочтительных вариантов способа, записывают идентификационное название, предназначенное для идентификации вновь записанных основных данных, в управляющую область, когда стирают идентификационную информацию.

Другой целью настоящего изобретения является способ управления данными, предназначенными для управления записью на носителе записи, который имеет разделенную на блоки область записи, в которую непрерывно подаваемые основные данные могут быть записаны дискретно; и управляющую область, предназначенную для данных управления записью, содержащих положение начала записи соответствующих основных данных в области записи, данные связи, предназначенные для логической связи дискретно записанных основных данных, и информацию директории, предназначенную для управления основными данными, содержащий этапы:

определения, было ли уже записано в директорию имя временного файла в виде информации директории;

поиска блоков, в которые может быть произведена запись, в заранее заданном порядке в соответствии с данными управления записью, в случае если определяется, что имя временного файла было уже записано в директорию как информация директории в соответствии с результатом этапа определения;

обнаружения, были ли основные данные уже записаны в блоки, в которые может производиться запись, которые были найдены в соответствии с указанными данными управления записью;

генерирования положения начала записи, в случае если обнаружено, что основные данные были уже записаны в блоки, в которые может быть произведена запись, которые были найдены в соответствии с данными управления записью;

генерирования данных связи для образования логической связи основных данных, которые дискретно записаны на носитель записи, в случае если обнаружено, что основные данные уже были записаны в блоки, в которые может производиться запись, которые были найдены в соответствии с данными управления записью;

записи сгенерированного места начала записи и данных связи как управляющих данных в управляющей области и

стирания временного имени файла после записи сгенерированного положения начала записи и сгенерированных данных связи.

Согласно предпочтительному варианту способа, поиск в заранее определенном порядке выполняют в порядке возрастания идентификационных номеров.

Согласно другому предпочтительному варианту способа, для генерирования данных связи находят в заранее определенном порядке идентификационные номера блоков, в которые может быть произведена запись, затем определяют блок, в который было записано окончание основных данных, как блок, который расположен непосредственно перед найденным блоком, в который основные данные еще не были записаны.

Третьей целью настоящего изобретения является устройство для записи основных данных на носителе записи, имеющее разбитую на блоки область записи, в которой непрерывно подаваемые основные данные могут быть записаны дискретно; и управляющую область, предназначенную для данных управления записью, содержащих положение начала записи соответствующих основных данных в области записи, данные связи, предназначенные для создания логической связи основных данных, записанных дискретно, и информацию директории, предназначенную для управления основными данными, содержащее:

средство записи и стирания, предназначенное для записи или стирания информации директории, основных данных и управляющих данных в или из соответствующих областей носителя записи;

средство поиска, предназначенное для поиска блоков, в которые может производиться запись на носитель записи в заранее заданном порядке;

средство генерирования данных связи, предназначенное для генерирования данных связи; и

средство управления, предназначенное для управления средством записи и стирания для записи названия временного файла в директорию носителя записи, когда записываются новые основные данные, записи основных данных, которые вводятся в блоки, в которые может производиться запись, найденные с помощью средства поиска, на носитель записи в определенном порядке, записи данных связи, сгенерированных с помощью средства генерирования данных связи, и записи начального положения в области управления носителя записи после завершения записи всех основных данных в область записи, и стирания названия временного файла.

Согласно варианту выполнения устройства, средство поиска производит поиск идентификационных номеров, которые добавляются к блокам в порядке возрастания.

Согласно другому варианту выполнения, устройство дополнительно содержит средство преобразования, предназначенное для преобразования идентификационных номеров найденных блоков, в которые может производиться запись, в физические адреса, по которым записываются основные данные в блоки, в которые может производиться запись, в соответствии с результатом преобразования адресов.

Согласно еще одному варианту выполнения устройства, средство управления управляет средством записи и стирания так, что оно стирает записанное содержание последующих блоков, в которые может производиться запись, перед завершением записи основных данных в указанные блоки, в которые может производиться запись.

Кроме того, согласно одному из вариантов выполнения устройства, средство управления управляет средством поиска так, что оно производит поиск блоков, в которые может производиться запись, и соединяет идентификационные номера блоков, в которые записаны данные, среди найденных блоков, в которые может производиться запись, в заранее определенном порядке идентификационных номеров, с тем, чтобы сгенерировать данные связи.

Согласно варианту выполнения, устройство может быть выполнено с возможностью обозначения последнего блока, в котором были записаны основные данные, среди блоков, в которые может производиться запись, которые были найдены с помощью средства поиска в заранее определенном порядке, как последнего блока для непрерывной записи основных данных.

Согласно другому варианту выполнения, устройство может быть выполнено с возможностью стирания идентификационного файла и, в то же самое время, идентификационного названия файла, которое предназначено для идентификации вновь записанных основных данных, в управляющую область.

Носитель записи, в одном из вариантов, может быть выполнен с возможностью отсоединения от устройства записи.

Кроме того, носитель записи может содержать флэш-память.

КРАТКОЕ ОПИСАНИЕ ЧЕРТЕЖЕЙ

Фиг.1А изображает вид спереди запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с одним из вариантов воплощения настоящего изобретения;

фиг.1В - вид сбоку запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с одним из вариантов воплощения настоящего изобретения;

фиг.1С - вид сверху запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с одним из вариантов воплощения настоящего изобретения;

фиг.1D - вид снизу запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с одним из вариантов воплощения настоящего изобретения;

фиг.2 - многослойную структуру обработки файловой системы в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.3А - сегмент физической структуры данных запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.3В - загрузочный блок в физической структуре данных запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.3С - резервную копию загрузочного блока в физической структуре данных в запоминающем устройстве стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

Фиг.3D - блок пользователя в физической структуре данных запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с настоящим изобретением;

фиг.3Е - страницу в физической структуре данных запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.3F - резервную область в физической структуре данных запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.4 - содержание управляющего флага запоминающего устройства стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.5А - состояние блоков запоминающего устройства стержневого типа перед началом процессов обновления данных совместно с чертежами, иллюстрирующими концепцию процессов обновления, а также физические и логические адреса в запоминающем устройстве стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.5В - состояние блоков запоминающего устройства стержневого типа после выполнения процессов обновления данных совместно с чертежами, иллюстрирующими концепцию процессов обновления, а также физические и логические адреса в запоминающем устройстве стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.6 - управляющий формат таблицы преобразования логического-физического адреса в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.7А - структуру таблицы преобразования логического-физического адреса в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.7В - сегмент структуры таблицы преобразования логического-физического адреса в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.8А - управляющий формат неиспользованного блока в таблице преобразования логического-физического адреса в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.8В - управляющий формат неиспользованного блока в таблице преобразования логического-физического адреса в известном уровне техники;

фиг.9 – таблицу, изображающую взаимосвязь между емкостью флэш-памяти, количеством блоков, емкостью одного блока, емкостью одной страницы, размером таблицы преобразования логического-физического адреса в запоминающем устройстве стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.10 - блок-схему управляющего устройства в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.11 - интерфейс между микрокомпьютером главной части установки и запоминающим устройством стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.12 - структуру FAT;

фиг.13 - форму управления кластером с помощью FAT;

фиг.14 - содержание директории;

фиг.15 - формат поддиректории и хранения файла;

фиг.16 - блок-схему высокоскоростного процесса записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.17 - блок-схему записи данных кластеров в процессе высокоскоростной записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.18A - первую схему, иллюстрирующую пример операции высокоскоростной записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.18В - вторую схему, иллюстрирующую пример операции высокоскоростной записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.19 - FAT перед выполнением высокоскоростной записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.20 - FAT после выполнения высокоскоростной записи в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.21 - алгоритм процесса поиска в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.22 - алгоритм процесса записи известного уровня техники;

фиг.23 - структуру директории;

фиг.24 - первую схему, иллюстрирующую изменение директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.25 - вторую схему, иллюстрирующую изменение директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.26 - третью схему, иллюстрирующую изменение директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.27 - первую схему, иллюстрирующую изменение структуры директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.28 - вторую схему, иллюстрирующую изменение структуры директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.29 - третью схему, иллюстрирующую изменение структуры директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.30 - четвертую схему, иллюстрирующую изменение структуры директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.31 - пятую схему, иллюстрирующую изменение структуры директории в высокоскоростном процессе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения;

фиг.32 - открытый высокоскоростной файл в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения.

ПОДРОБНОЕ ОПИСАНИЕ НАИЛУЧШИХ ВАРИАНТОВ ВОПЛОЩЕНИЯ

Ниже будет описан один из вариантов воплощения настоящего изобретения. В данном варианте воплощения описаны управляющее устройство и способ записи, который использует данное управляющее устройство, которые используются для записи/воспроизведения данных в запоминающем устройстве стержневого типа, которое имеет вид пластины, используемом в качестве примера носителя записи.

Данный вариант воплощения будет описан в порядке, представленном ниже.

1. Внешняя конфигурация запоминающего устройства стержневого типа

2. Формат запоминающего устройства стержневого типа

2-1. Разделенная на слои структура обработки файловой системы памяти

2-2. Физическая структура данных

2-3. Концепция физического адреса и логического адреса

2-4. Таблица преобразования логического-физического адреса

3. Структура управляющего устройства

4. Структура FAT

5. Процесс записи данных потока

6. Возобновление процесса

1. Внешняя конфигурация запоминающего устройства стержневого типа

Во-первых, внешняя конфигурация запоминающего устройства 1 стержневого типа, а именно носителя записи, используемого в настоящем изобретении, описана со ссылкой на фиг.1А-1D. Запоминающее устройство 1 стержневого типа имеет элемент памяти, имеющий, например, заранее заданную емкость, выполненный в форме пластины, как изображено на фиг.1А-1D. В данном примере в качестве запоминающего элемента используется флэш-память.

Изображен вид сверху (фиг.1С), вид спереди (фиг.1А), вид сбоку (фиг.1В) и вид снизу (фиг.ID) пластины, и пластина сформирована, например, из пластика способом литья, причем конкретные ее размеры в данном примере представляют размеры W11, W12, W13, которые изображены на фиг.1С, составляют W11=60 мм, W12=20 мм и W13=2,8 мм соответственно.

Контактный разъем 2, имеющий, например, девять электродов, сформирован так, что он проходит от нижней передней части к донной поверхности, причем данные считываются из или записываются на внутренний элемент памяти через контактный разъем 2. Верхняя левая часть запоминающего устройства имеет срез 3. Срез 3 служит для предотвращения ошибочного присоединения запоминающего устройства 1 стержневого типа, например, когда запоминающее устройство 1 стержневого типа вводится в механизм монтажа/демонтажа со стороны главной части управляющего устройства.

Неровная часть 4 служит для предотвращения скольжения, что необходимо для улучшения удобства использования устройства, сформирована на донной стороне запоминающего устройства.

Кроме того, в устройстве сформирован ползунковый переключатель 5, который служит для предотвращения случайного стирания содержимого запоминающего устройства.

2. Формат запоминающего устройства стержневого типа

2-1. Разделенная на слои структура обработки файловой системы памяти

Ниже описан формат в системе, использующей запоминающее устройство 1 стержневого типа в качестве носителя записи.

На фиг.2 изображена структура обработки файловой системы, которая использует запоминающее устройство 1 стержневого типа в качестве носителя записи.

Как изображено на фиг.2, в многослойной структуре обработки системы файлов слой управления файлами, слой логического адреса, слой физического адреса и доступ к флэш-памяти последовательно структурно сформированы под слоем работы приложения.

В этой многослойной структуре слой обработки управления файлами соответствует так называемой FAT (Таблица размещения файлов).

Как видно из фиг.2, в файловой системе в представленном примере вводится концепция логического адреса и физического адреса, и эта концепция будет описана ниже.

2-2. Физическая структура данных

На фиг.3А-3F изображена физическая структура данных флэш-памяти, а именно элемента памяти в запоминающем устройстве 1 стержневого типа.

Область памяти, в качестве которой используется флэш-память, разделена на блок данных фиксированной длины, которые ниже обозначаются как сегмент. Сегмент имеет размер 4 МБ (мегабайта) или 8 МБ, и количество сегментов во флэш-памяти отличается в зависимости от емкости флэш-памяти.

Как изображено на фиг.3А, один сегмент разделен на блоки данных фиксированной длины, которые называются блоками. Блок данных равен 8 кБ или 16 кБ. Как правило, 1 сегмент разделен на 512 блоков, следовательно, для блока n, изображенного на фиг.3А, n=511. Однако в случае применения флэш-памяти из-за того, что некоторое количество блоков является дефектным (область, в которой запрещена запись) в пределах заданного количества, в случае, когда интерес представляет количество имеющихся действительных блоков, в которых размещаются записываемые данные, вышеуказанное число n будет меньше 511.

Два первых блока 0 и 1 из блоков от 0 до n, сформированных как изображено на фиг.3А, называются загрузочным блоком, и загрузочный блок не обязательно должен состоять из блоков 0 и 1.

Остальные блоки представляют собой блок пользователя, в которых записываются данные пользователя. Один блок разделен на страницы от 0 до m, как изображено на фиг.3D. Емкость одной страницы имеет фиксированный размер, равный 528 (512+16) байт, она содержит область данных размером 512 байт и резервную область размером 16 байт, как изображено на фиг.3Е. Структура резервной области будет описана ниже со ссылкой на фиг.3F.

Количество страниц в 1 блоке равно 16, в случае емкости одного блока - 8 кБ и 32 страницы, в случае емкости одного блока - 16 кБ.

Структура страницы в блоке, изображенном на фиг.3D и 3Е, как описано выше, является общей для вышеуказанного загрузочного блока и блока пользователя.

В флэш-памяти данные считываются и записываются постранично и стираются поблочно. Данные записываются только в стертой странице. В соответствии с этим фактическое считывание/запись данных выполняется поблочно.

Как изображено на фиг.3В, заголовок записывается в страницу 0, и информация о месте, указанном адресом первоначальных дефектных данных, записывается в страницу 1. Кроме того, информация, обозначенная как S1S/IDS, записывается в страницу 2.

Второй загрузочный блок представляет собой область, куда записывается резервная копия загрузочного блока, как изображено на фиг.3С.

Резервная область размером 16 байт, изображенная на фиг.3Е, имеют структуру, показанную на фиг.3F. В резервной области заголовок размером 3 байта с 0-го байта по второй байт представляет собой область перезаписи, которая перезаписывается в соответствии с обновлением содержания данных в области данных. Кроме области перезаписи в 0-м байте хранится статус блока, и данные флага блока (статус данных) хранятся в первом байте. Статус 1 данных страницы, как флаг таблицы преобразования хранится с использованием верхнего заранее определенного бита второго байта.

Как правило, байты с третьего байта по 15-й байт определены как область, где записана информация, имеющая фиксированное содержание, в зависимости от содержания данных текущей страницы, и которая не перезаписывается. Информация в отношении данного блока в виде управляющего флага хранится в третьем байте, и логический адрес, описанный ниже, хранится в области размером 2 байта, которая состоит из четвертого байта и пятого байта.

Область, состоящая из 5 байтов с шестого байта по 10-й байт, определена как область резервного формата, и область, состоящая из последовательных 2 байт, содержащих 11-й байт и 12-й байт, определена как область, где записана распределенная информация КИО (ЕСС), предназначенная для исправления ошибки вышеуказанного резервного формата.

В остальных байтах с 13-го байта по 15-й байт записываются данные, КИО, предназначенные для исправления ошибки данных из области данных, изображенных на фиг.3Е.

Содержимое управляющего флага, хранящегося в третьем байте резервной области, изображенной на фиг.3F, определено в битах с 7 бита по 0 бит, как изображено на фиг.4.

Биты 7 и 6 и биты 1 и 0 определены как резервные (не определены).

Флаг указания разрешения (1: Свободно) или запрещения (0: Считывание Запрещено) доступа к текущему блоку хранится в бите 5. Флаг указания запрещения копирования (1: РАЗРЕШЕНО, 0: НЕ РАЗРЕШЕНО) текущего блока хранится в бите 4.

Бит 3 определен как флаг таблицы преобразования. Флаг таблицы преобразования представляет собой идентификатор, который указывает, является ли текущий блок таблицей преобразования логического-физического адреса, описанной ниже, или нет, если значение бита 3=1, то текущий блок идентифицируется как таблица преобразования логического-физического адреса, с другой стороны, если значение бита 3=0, то текущий блок идентифицируется как не действительный. В частности, данный блок идентифицируется как не являющийся таблицей преобразования логического-физического адреса.

В бите 2 хранится флаг системы, причем 1 указывает, что текущий блок представляет собой блок пользователя, и 0 указывает на то, что текущий блок представляет собой загрузочный блок.

Взаимосвязь между сегментом, блоком и емкостью флэш-памяти описана со ссылкой на фиг.9. Емкость флэш-памяти запоминающего устройства 1 стержневого типа определяется как одна из величин 4 МБ, 8 МБ, 16 МБ, 32 МБ, 64 МБ и 128 МБ.

В случае 4 МБ, что представляет собой наименьшую емкость, 1 блок определяется равным 8 кБ, и количество блоков равно 512. Другими словами, величина 4 МБ представляет собой всего лишь емкость 1 сегмента. В случае емкости 8 МБ 1 блок определяется аналогично равным 8 кБ, и количество блоков равно 2 сегментам=1024. Как описано выше, если 1 блок=8 кБ, то количество страниц в блоке равно 16. В случае емкости 16 МБ величины 8 кБ и 16 кБ могут смешиваться. В соответствии с этим возможны два типа, а именно 2048 блоков=4 сегмента (1 блок=8 кБ) и 1024 блока=2 сегмента (1 блок=16 кБ). В случае, когда 1 блок=16 кБ, количество страниц в 1 блоке равно 32.

В случае емкости 32 МБ, 64 МБ и 128 МБ емкость 1 блока определяется только как величина 16 кБ. В соответствии с этим в случае емкости 32 МБ 1 блок определяется как 2048 блоков=4 сегмента, в случае емкости 64 МБ 1 блок определяется как 4096 блоков=8 сегментов и в случае емкости 128 МБ 1 блок определяется как 8192 блока=16 сегментов.

2-3. Концепция физического адреса и логического адреса

Далее, на основе физической структуры данных флэш-амяти, описанной выше, описывается концепция физического адреса и логического адреса в файловой системе в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения, в отношении операции перезаписи данных, изображенной на фиг.5А и 5В.

На фиг.5А изображена принципиальная схема четырех блоков, выбранных среди некоторых сегментов.

Каждому блоку назначается физический адрес. Физический адрес определяется в соответствии с физическим порядком положения блоков в памяти, и взаимосвязь между определенным блоком и соответствующим физическим адресом является постоянной. Здесь физические адреса 105, 106, 107 и 108 присвоены четырем блокам, изображенным на фиг.5А сверху вниз. Реальные физические адреса представлены 2 байтами.

Как изображено на фиг.5А, предполагается, что блоки с физическими адресами 105 и 106 являются используемыми блоками, в которых хранятся данные, и блоки с физическими адресами 107 и 108 представляют собой неиспользованные блоки, в которых данные стерты, другими словами, область без записи.

Логический адрес представляет собой адрес, размещенный так, что он сопровождает данные, записанные в блоке. Логический адрес представляет собой адрес, который используется в файловой системе FAT, описанной ниже.

На фиг.5А логические адреса 102, 103, 104 и 105 назначены четырем блокам сверху вниз. Логический адрес также представлен 2 байтами.

Предполагается, что данные, хранящиеся, например, по физическому адресу 105, обновляются в отношении статуса, изображенного на фиг.5А, и их содержимое частично перезаписывается или стирается.

В этом случае в файловой системе флэш-памяти обновленные данные не записываются опять в тот же самый блок, но обновленные данные записываются в неиспользованный блок. Более подробно, например, как показано на фиг.5В, данные по физическому адресу 105 стираются, и обновленные данные записываются в блок, который представлен физическим адресом 107, который до этого момента не был использован (операция ¬).

Как указано операцией ­, логический адрес меняется таким образом, что логический адрес 102, соответствующий физическому адресу 105, перед обновлением данных на фиг.5А соответствует физическому адресу 107 блока, куда записываются обновленные данные. Совместно с вышеуказанным процессом, логический адрес 104, соответствующий физическому адресу 107, перед обновлением данных изменяется таким образом, чтобы он соответствовал физическому адресу 105.

Подробнее, физический адрес представляет собой адрес, который неотъемлемо назначается блоку, и логический адрес представляет собой адрес, который сопровождает данные, записанные однажды в этот блок, и соответствует блоку, в который были записаны данные.

В результате процесса перемещения блока не происходит слишком частый доступ в одну и ту же область памяти (блок), и становится возможным увеличить срок службы флэш-памяти, для которой определено максимальное количество перезаписей.

В это время логический адрес обрабатывается как описано вышеуказанной операцией ­, причем блок, в который должны быть записаны данные, перемещается вследствие этого между положением до обновления и положением после обновления во время процесса перемещения блока, причем с помощью FAT может быть найден требуемый адрес, и следующий доступ может быть правильно выполнен.

Для упрощения управления обновлением таблицы логического-физического преобразования, описанной выше, процесс перемещения блока определен как процесс, который должен быть выполнен в пределах 1 сегмента. Другими словами, процесс перемещения блока не распространяется на два или большее количество сегментов.

2-4. Таблица преобразования логического-физического адреса

Как понятно из описания со ссылкой на фиг.5А и 5В, в процессе перемещения блока изменяется соответствующая взаимосвязь между физическим и логическим адресом. Поэтому для реализации доступа к данным для считывания/записи из/в флэш-память необходима таблица преобразования логического-физического адреса, которая указывает на соответствующую взаимосвязь между физическим и логическим адресом. А именно, с помощью FAT ссылаются на таблицу логического-физического адреса, причем описывается физический адрес, соответствующий логическому адресу, который назначается в FAT, и может быть осуществлен доступ к блоку, указанному с помощью определенного физического адреса. Другими словами, доступ к флэш-памяти с помощью FAT становится невозможным без применения таблицы логического-физического преобразования.

Обычно, например, когда запоминающее устройство 1 стержневого типа монтируется в главной части установки, которая служит в качестве управляющего устройства, микрокомпьютер главной части установки, расположенный на стороне главной части установки, проверяет содержимое памяти запоминающего устройства 1 стержневого типа с тем, чтобы таким образом сформировать таблицу преобразования логического-физического адреса на стороне главной части установки, и сформированная таким образом таблица преобразования логического-физического адреса хранится в оперативной памяти главной части установки. Другими словами, информация таблицы преобразования логического-физического адреса не хранится в запоминающем устройстве 1 стержневого типа.

В отличие от этого, устройство в соответствии с настоящим примером имеет такую структуру, что таблица преобразования логического-физического адреса хранится в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, как описано ниже.

На фиг.6 изображена структура таблицы преобразования логического-физического адреса, которая должна хранится в запоминающем устройстве 1 стержневого типа в соответствии с данным вариантом воплощения настоящего изобретения. А именно, в представленном примере, например, информация таблицы имеет такую структуру, при которой физический адрес размером 2 байта, соответствующий логическому адресу, хранится в порядке возрастания логического адреса. Физический адрес и логический адрес представлены соответственно 2 байтами, как описано выше.

Причина этого состоит в том, что, поскольку во флэш-памяти, имеющей максимальную емкость 128 МБ, имеется 8192 блоков, требуется, по меньшей мере, такое количество бит, которое достаточно для охвата этих 8192 блоков. По этой причине физический адрес и логический адрес, изображенные в виде примера на фиг.6, представлены 2 байтами в соответствии с реально существующей структурой. Число, хранящееся в 2 байтах, описано с помощью цифр в шестнадцатеричной системе счисления. 0х обозначает, что следующая величина представляет собой число, записанное в шестнадцатеричной системе счисления. Обозначения, в которых 0х указывает число в шестнадцатеричной системе счисления, будут использоваться в следующем описании для системы обозначений чисел в шестнадцатеричной системе счисления. В некоторых случаях 0х опускается на чертежах с тем, чтобы избежать усложнения системы обозначений.

Пример структуры таблицы преобразования логического-физического адреса, структура которой основывается на концепции, описанной выше, со ссылкой на фиг.6, изображен на фиг.7А и 7В. Таблица преобразования логического-физического адреса хранится в определенном блоке флэш-памяти, как изображено на фиг.7А и 7В. Положение блока определено в последнем сегменте. Первая область, как изображено на фиг.7А, размером в 2 страницы, содержащая страницы 0 и 1, среди страниц, которые разделены на блоки, назначается как таблица преобразования логического-физического адреса для сегмента 0. Например, как описано со ссылкой на фиг.9, если емкость флэш-памяти равна 4 МБ, поскольку в ней представлен только 1 сегмент, область страниц 0 и 1 представляет собой область таблицы преобразования логического-физического адреса. Если, например, емкость флэш-памяти равна 8 МБ, то, поскольку в ней представлены 2 сегмента, для таблицы преобразования логического-физического адреса для сегмента 0 выделены не только страницы 0 и 1, а также последующие 2 страницы, а именно страницы 2 и 3 выделены дополнительно как таблица преобразования логического-физического адреса для сегмента 1.

При дальнейшем увеличении емкости флэш-памяти область, выделенная для таблицы преобразования логического-физического адреса сегмента, каждый раз дополнительно распространяется на последующие 2 страницы. Если емкость флэш-памяти равна 128 МБ, что является максимальной величиной, в связи с тем, что она представлена 16 сегментами, область страниц, по меньшей мере, до сегмента 15 определяется как область таблицы преобразования логического-физического адреса. В соответствии с этим в случае флэш-памяти, имеющей емкость 128 МБ, а именно максимальную емкость, используются 32 страницы, причем N, изображенное на фиг.7А, представляет собой страницу 31, что является максимальной величиной. Как понятно из вышеприведенного описания, таблица преобразования логического-физического адреса управляется посегментно.

На фиг.7В изображена схема, иллюстрирующая выбранную область размером 2 страницы, предназначенную для описания структуры таблицы преобразования логического-физического адреса для 1 сегмента. Другими словами, как изображено на фиг.3Е, область данных 1 страницы состоит из 512 байт, и на фиг.7В изображены 1024 (512 X 2) байт этой области.

Как изображено на фиг.7В, область размером 1024 байта, которая представляет собой область данных из 2 страниц, разделена на под-области размером в 2 байта, и под-области размером в 2 байта определены как под-область логического адреса 0, под-область логического адреса 1,... и далее последовательно с начала, и последняя под-область размером 2 байта, содержащая 991-й байт и 992-й байт от начала, выделена в качестве под-области логического адреса 495. Физический адрес, соответствующий каждому логическому адресу, записывается в под-область размером 2 байта. В соответствии с этим в таблице преобразования логического-физического адреса в соответствии с настоящим примером в случае, когда соответствующая взаимосвязь между физическим адресом и логическим адресом изменяется совместно с процессом переноса блока, из-за происходящего в действительности обновления данных информация таблиц перезаписывается так, что запись физического адреса будет обновлена со ссылкой на логический адрес.

Остальная область, состоящая из 32 байт с 993-го байта по последний 1024-й байт, выделяется как область, где хранятся физические адреса остальных блоков. Другими словами, организовано управление физическими адресами 16 остальных блоков. Приведенный здесь термин остальной блок используется для обозначения так называемого рабочего блока, который определяется как область, куда временно переносятся данные, которые будут перезаписаны, например, когда данные обновляются поблочно.

Хотя сегмент 1 в вышеприведенном описании разделен на 512 блоков, количество управляемых блоков равно 496, и эти блоки в структуре таблицы, изображенной на фиг.7В, состоят из блоков от блока с логическим адресом 0 до логического блока 495. Причина этого состоит в том, что вышеуказанные остальные адреса постоянно устанавливаются, и во флэш-памяти возможны дефектные области (недоступная область), состоящие из некоторого количества блоков, и в ней в действительности имеется существенное количество дефектных блоков. В соответствии с этим структура, которая позволяет осуществлять управление 496 блоками, является достаточной для управления блоками, к которым осуществляется доступ при записи или стирании.

В блок, в котором хранится таблица преобразования логического-физического адреса, как описано выше и изображено на фиг.4, в бит 3 управляющего флага записывается 0 как содержимое данных управляющего флага в резервной области каждой страницы, которая формирует блок. В результате управляющий флаг указывает, что этот блок представляет собой блок, где хранится таблица преобразования логического-физического адреса.

Блок, в котором хранится таблица преобразования логического-физического адреса, подвергается воздействию в процессе перемещения, описанном выше со ссылкой на фиг.5А и 5В, не исключая случай, когда содержимое таблицы преобразования логического-физического адреса перезаписывается. Поэтому блок, в котором записана таблица преобразования логического-физического адреса, является нестабильным, при этом становится невозможным определить конкретный блок, в котором хранится эта таблица преобразования логического-физического адреса. С помощью FAT осуществляют доступ к флэш-памяти для поиска блока, имеющего вышеуказанный бит 3 управляющего флага, со значением "0", и, таким образом, идентифицируется блок, в котором записана таблица преобразования логического-физического адреса. Блок, в котором записана таблица преобразования логического-физического адреса, определяется как блок, найденный в сегменте с последним номером во флэш-памяти в данном варианте воплощения настоящего изобретения, так что с помощью FAT легко находят блок, в котором записана таблица преобразования логического-физического адреса. С помощью FAT можно осуществлять поиск таблицы преобразования логического-физического адреса только при поиске среди блоков сегмента с последним номером. Нет необходимости производить поиск по всем сегментам флэш-памяти для поиска таблицы преобразования логического-физического адреса. Таблица преобразования логического-физического адреса, изображенная на фиг.7А и 7В, записывается, например, при изготовлении запоминающего устройства 1 стрежневого типа.

Соотношение между емкостью памяти типа флэш и размером таблицы преобразования логического-физического адреса вновь описано со ссылкой на фиг.9. Как описано выше со ссылкой на фиг.7А и 7В, размер таблицы преобразования логического-физического адреса, служащий для управления 1 сегментом, равен 1024 байта, что эквивалентно 2 страницам, а именно 1 кБ. В соответствии с этим, как изображено в таблице логического-физического преобразования на фиг.9, размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 1 кБ в случае, когда емкость флэш-памяти равна 4 МБ (1 сегмент). Размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 2 кБ (4 страницы) в случае, когда емкость флэш-памяти равна 8 МБ (2 сегмента). В случае, когда емкость флэш-памяти равна 16 МБ, размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 4 кБ (8 страниц) для 2048 блоков=4 сегмента, и размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 2 кБ (4 страницы) для 1024 блоков=2 сегмента. В случае, когда емкость флэш-памяти равна 32 МБ (4 сегмента), размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 4 кБ (8 страниц), в случае, когда емкость флэш-памяти равна 64 МБ (4 сегмента), размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 8 кБ (16 страниц), и в случае, когда емкость флэш-памяти равна 128 МБ (16 сегментов), что представляет собой максимальную величину, размер таблицы преобразования логического-физического адреса равен 16 кБ (32 страницы).

В структуре системы файлов, например, обычной флэш-памяти действительная величина адреса не хранится в области физического адреса, соответствующей логическому адресу, и не используется в таблице преобразования логического-физического адреса, потому что она является неопределенной.

Один пример этого изображен ниже. Предполагается, что, например, логические адреса 0x0000, 0x0001, 0x0002, 0x0003 уже используются в таблице преобразования логического-физического адреса, изображенной на фиг.8В, затем величины физического адреса, в которых данные, например, 0x0002, 0x0006, 0x0007 и 0x0008 были записаны соответственно с логическим адресами (0x0000-0x0003), записаны в области хранения соответствующих физических адресов.

С другой стороны, если логический адрес 0x0004 не используется, то нулевая величина (а именно, величина, предназначенная для идентификации, что этот адрес не используется), а именно 0xFFFF, устанавливается в области записи физического адреса, которому соответствует логический адрес 0x0004.

Когда требуется произвести первую запись данных, соответствующих логическому адресу 0х0004, при помощи таблицы преобразования логического-физического адреса, изображенной на фиг.8В, производится поиск блока, который физически не используется, в многослойной структуре, которая отличается от таблицы преобразования логического-физического адреса, с помощью, например, FAT, и данные записываются в найденный блок. Физический адрес, который указывает на блок, в котором данные записываются впервые, записывается в область записи, соответствующую логическому адресу 0x0004 таблицы преобразования логического-физического адреса, с тем, чтобы таким образом обновить содержание.

Такое управление таблицы преобразования логического-физического адреса может привести к недостатку, описанному ниже.

Предполагается, что данные, которые необходимо обработать в главной части установки, представляют собой последовательные во времени данные (называемые так в настоящем примере данными потока), имеющие так называемые характеристики в реальном масштабе времени, а именно данные подвижного изображения или аудиоданные, такие как музыка.

Затем предполагается, что в главной части установки используется структура, в которой входной поток данных подвергается процессу обработки сигнала в реальном масштабе времени, и данные записываются в запоминающее устройство 1 стержневого типа.

В это время, если используется описанный выше со ссылкой на фиг.8В тип управления таблицы преобразования логического-физического адреса, при записи данных обязательно производится поиск неиспользованного блока. Однако поиск неиспользованного блока, описанный выше, представляет собой очень сложный процесс, поскольку он требует производить запись с низкой средней скоростью так, чтобы вводимые записываемые данные не привели к переполнению при записи описанного выше потока данных. Другими словами, такие данные потока трудно записывать в режиме реального времени, и только файл, представляющий документ, или файл неподвижного изображения, которые не требуют обеспечения режима реального времени, могут в действительности быть записаны.

В таблице преобразования логического-физического адреса в соответствии с настоящим примером первоначально в области хранения, соответствующей неиспользованному логическому адресу, определяется физический адрес блока, который управляется как неиспользованная область. Конкретный пример изображен на фиг.8А.

Если в таблице преобразования логического-физического адреса, изображенной на фиг.8А, используются логические адреса 0x0000, 0x0001, 0x0002 и 0x0003, величины физических адресов, например, 0x0002, 0x0006, 0x0007 и 0x0008, которые представляют собой действительные данные, хранятся в области записи по соответствующему физическому адресу, и в этом отношении данный случай представляет собой такой же случай, как изображен на фиг.8В. Логический адрес 0х0004 не используется, и в этом отношении данный случай представляет собой такой же случай, как изображен на фиг.8В.

Однако в настоящем примере 0xFFFF, а именно нулевая величина не записывается в область хранения физического адреса, которому соответствует логический адрес 0x0004, но, например, величина 0x0009 записана как физический адрес для указания блока в неиспользуемой области. Только область записи, соответствующая логическим адресам 0x0004, показана как неиспользуемая область, но различные физические адреса неиспользованных блоков хранятся таким же образом в областях хранения, соответствующих другим неиспользуемым логическим адресам.

В случае, когда таблица преобразования логического-физического адреса имеет такую структуру, как описана выше, физический адрес, который указывает на свободную область в таблице преобразования логического-физического адреса, указывается соответственно логическому адресу.

В результате в FAT физический адрес неиспользованного блока заранее связан с логическим адресом с помошью ссылки на таблицу преобразования логического-физического адреса, и, в отличие от случая, изображенного на фиг.8В, нет необходимости выполнять процесс поиска неиспользуемого блока. Другими словами, физический адрес, соответствующий логическому адресу, который управляется как свободная область FAT, получается с помощью ссылки на таблицу преобразования логического-физического адреса, и осуществляется доступ в блок, указанный физическим адресом, и данные записываются. В результате нагрузка по обработке информации на микрокомпьютер в главной части установки существенно уменьшается, и, например, запись данных потока, описанная выше, реализуется более просто. Естественно, данные, такие как файл, представляющий собой документ, или данные, представляющие собой неподвижное изображение, для которых не требуется режим реального времени, записываются в течение короткого времени при помощи файловой системы в соответствии с настоящим примером, изображенным на фиг.8А.

Таблица преобразования логического-физическая адреса, в которой предварительно связываются неиспользуемый логический адрес и физический адрес, как описано выше, записывается или обновляется как необходимо в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, причем такая запись или обновление выполняется с использованием управляющего устройства, при этом неиспользуемый логический адрес и физический адрес связываются, по меньшей мере, до выполнения высокоскоростного процесса записи, описанного ниже.

В действительности наоборот, управляющее устройство подготавливает таблицу преобразования адреса, предназначенную для связывания всех логических адресов и всех физических адресов, и записывает ее в запоминающее устройство 1 стержневого типа во время первого процесса форматирования до того, как запоминающее устройство 1 стержневого типа будет использовано, и обновление выполняется, в соответствии с этим, как описано со ссылкой на фиг.5А и 5В, когда выполняется операция записи или редактирования.

3. Структура управляющего устройства

Ниже описана структура управляющего устройства в соответствии с настоящим примером со ссылкой на фиг.10.

На фиг.10 изображена структура главной части установки или главной части управляющего устройства, которое способно считывать, записывать и редактировать данные в отношении к запоминающему устройству 1 стержневого типа, которое было описано выше. Главная часть 100 устройства и запоминающее устройство 1 стержневого типа, изображенные на фиг.10, имеют файловую систему памяти. Тип основных данных, которые обрабатываются в процессе записи/считывания запоминающим устройством 1 стержневого типа с помощью главной части 100 установки, может быть различным, например могут обрабатываться данные подвижного изображения, данные неподвижного изображения, голосовые данные, высококачественные аудиоданные (которые ниже обозначаются как музыкальные данные) и данные управления.

В настоящем примере описан случай использования системы, предназначенной для записи или воспроизведения голосовых данных, которые представляют собой основной поток данных, поскольку целью настоящего примера является показ эффективной записи потока данных, более того, такая система может быть использована для записи других потоков данных или файла данных, содержащего данные, которые не требуют соблюдения режима реального времени, что обеспечивается с помощью системы ввода-вывода или системы обработки таких данных, как подвижное изображение, неподвижное изображение или музыкальные данные в главной части 100 установки.

Структура главной части 100 имеет механизм 120 монтажа, с помощью которого можно монтировать с возможностью демонтирования к главной части установки, при этом запоминающее устройство 1, присоединенное к механизму 120 монтажа, производит обмен данными с микрокомпьютером 109 с помощью микросхемы 101 интерфейса процессора.

Главная часть 100 установки имеет микрофон 103, с помощью которого воспринимается голос, например микрофон 103 подает данные на ЦПС (Цифровой процессор сигнала) 102 в виде звукового сигнала с помощью микрофонного усилителя 104. В ЦПС 102 входной голосовой сигнал преобразуется в цифровые аудиоданные, которые подвергаются требуемой обработке сигнала, включая процесс кодирования, и голосовые данные подаются на управляющий микрокомпьютер 109 в виде данных записи.

С помощью микрокомпьютера 109 становится возможным выполнить процесс записи этих данных в запоминающее устройство 1 стержневого типа с помощью микросхемы 101 интерфейса процессора.

Микрокомпьютер 109 считывает файл аудиоданных или голосовых данных в запоминающем устройстве 1 стержневого типа с помощью микросхемы 101 интерфейса процессора и подает считанные данные на ЦПС 102. В ЦПС 102 пришедшие данные подвергаются требуемой обработке сигналов, включая процесс демодуляции, и, наконец, подаются на усилитель 105 громкоговорителя в виде аналогового голосового сигнала. В усилителе 105 громкоговорителя приходящий голосовой сигнал усиливается и подается на громкоговоритель 106. В результате вырабатывается воспроизводимый голос.

Микрокомпьютер 109 управляет драйвером 107 дисплея, чтобы с его помощью отображать требуемое изображение на блоке 108 дисплея. Например, отображается дисплей меню или дисплей инструкций, предназначенный для управления пользователем или содержимым файла, хранящегося в запоминающем устройстве 1 стержневого типа. Возможно, если данные изображения представляют собой данные подвижного изображения или данные неподвижного изображения, которые хранятся в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, эти данные изображения будут считываться и отображаться на блоке 108 дисплея.

В операционном блоке 112 имеются различные клавиши, которые служат для того, чтобы пользователь мог с их помощью управлять различными режимами работы главной части 100. Микрокомпьютер 109 принимает команду, соответствующую операции, задаваемой операционным блоком 112, и выполняет требуемый процесс управления, соответствующий этой команде. Содержимое операции может представлять собой команду записи файла, команду выбора файла, команду воспроизведения файла или команду редактирования.

Для реализации записи или считывания данных, то есть записи или воспроизведения в или из вышеуказанного запоминающего устройства 1 стержневого типа с использованием главной части 100, имеющего структуру, изображенную на фиг.10, необходима таблица преобразования логического-физического адреса, на которую ссылается FAT файловой системы, как описано выше.

Интерфейс между микрокомпьютером 109 главной части 100 устройства основывается на структуре, изображенной на фиг.10, и таблица преобразования логического-физического адреса, хранящаяся в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, схематически изображена на фиг.11.

Например, когда монтируется запоминающее устройство 1 стержневого типа в соответствии с настоящим примером, требуемые данные, выбранные среди содержимого таблицы преобразования логического-физического адреса, хранящиеся в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, считываются с помощью микросхемы 101 интерфейса процессора и записываются во внутреннее ОЗУ 111.

С точки зрения вышеприведенной структуры, процесс формирования таблицы преобразования логического-физического адреса необязательно является таким же, как используется в микрокомпьютере главной части 100 в настоящем примере, благодаря чему устраняется время ожидания, необходимое для создания таблицы преобразования логического-физического адреса с использованием микрокомпьютера, и начальная обработка файловой системы, которая выполняется в момент, когда, например, запоминающее устройство 1 стержневого типа монтируется, занимает более короткое время, чем в обычной системе.

Кроме того, как описано со ссылкой на фиг.8А, поскольку таблица преобразования логического-физического адреса, в которой физический адрес неиспользуемого блока связан с неиспользуемым логическим адресом, как изображено на фиг.8, доступ к неиспользованному блоку с помощью FAT выполняется быстро и легко по сравнению с обычной системой. В частности, как описано со ссылкой на фиг.10, настоящий вариант воплощения будет эффективен для случая, в котором главная часть 100 использует структуру для записи данных, которые требуют обработку в реальном масштабе времени, таких как голосовые данные.

Конфигурация главной части 100, изображенная на фиг.10, представляет собой только пример и не ограничивается этим примером. При конфигурации может использоваться устройство записи любого типа, с помощью которого можно записывать данные в запоминающее устройство 1 стержневого типа.

4. Структура FAT

Как описано в части, в которой поясняется разделенная на слои структура файловой системы со ссылкой на фиг.2, с помощью FAT выполняют управление файлами.

Более подробно, для реализации записи/воспроизведения в/из запоминающего устройства 1 стержневого типа с использованием управляющего устройства, имеющего структуру, изображенную на фиг.10, управление положением файла в памяти с помощью FAT производится совместно с запросом при обработке, выполняемой приложением, а затем выполняется вышеуказанное преобразование логического-физического адреса, и производится действительный доступ.

Ниже описана структура FAT.

На фиг.12 изображена схема структуры управления с помощью FAT. FAT и таблица преобразования логического-физического адреса хранятся в запоминающем устройстве 1 стержневого типа в соответствии с настоящим примером, и структура FAT, изображенная на фиг.12, представляет собой управляющую структуру в запоминающем устройстве 1 стержневого типа.

Как показано на фиг.12, структура управления FAT содержит таблицу разделов, свободную область, сектор начальной загрузки, FAT, копию FAT, корневую директорию и область данных.

Кластер 2, кластер 3,... изображены в области данных как блоки данных, причем один кластер представляет собой один блок управления данных при управлении с помощью FAT.

Размер кластера в стандартном FAT обычно равен 4 кБ, причем размер кластера может быть равен числу, представляющему собой степень 2 в диапазоне от 512 байт до 32 кБ.

В случае применения запоминающего устройства 1 стержневого типа в соответствии с настоящим примером 1 блок состоит из 8 килобайт или 16 килобайт, как описано выше, и в случае запоминающего устройства 1 стержневого типа, в котором 1 блок=8 килобайт, кластер в FAT занимает 8 килобайт. В случае запоминающего устройства 1 стержневого типа, в котором 1 блок=16 килобайт, кластер в FAT занимает 16 килобайт. Другими словами, область размером 8 килобайт или 16 килобайт представляет собой обрабатываемый блок в системе управления FAT и представляет собой 1 блок данных как блок в запоминающем устройстве 1 стержневого типа. В соответствии с этим в запоминающем устройстве 1 стержневого типа размер кластера в системе управления FAT равен размеру блока запоминающего устройства 1 стержневого типа. Представленный пример описан на основе предположения, что 1 блок равен 1 кластеру с целью упрощения описания.

Номера блоков х,..., (x+m-1), (x+m), (х+m+1), (х+m+2) изображены с левой стороны на фиг.12, различные данные, которые составляют структуру FAT, хранятся, как описано, в каждом блоке. В действительности информация не хранится соответственно в каждом блоке, который является физически непрерывным, как описано выше.

В структуре FAT в таблице разделов сначала описаны адреса заголовка и конца раздела FAT размером до 2 GB. В загрузочной области описана следующая информация: является ли FAT 12- или 16-битным и структура FAT такая, как ее размер, размер кластера и размер каждой области.

FAT представляет собой таблицу, которая указывает структуру связей кластеров, которые составляют каждый файл, как описано ниже, и копия FAT записана в следующей за ней области.

В корневой директории описаны имя файла, номер ведущего кластера и различные атрибуты. Описание одного файла занимает 32 байта.

В FAT вход и кластер FAT один к одному соответствуют друг другу во входе в каждый кластер, причем описывается предназначение связи, а именно номер последующего кластера. В случае, когда определенный файл соответствует некоторому множеству кластеров (блокам), номер головного кластера указывается в директории, и номер следующего кластера указывается во входе головного кластера в FAT. Затем номер последующего кластера указывается во входе в FAT второго кластера и т.д. Связь кластеров описана в FAT, как описано выше.

На фиг.13 схематично изображена концепция вышеуказанной связи. Величины приведены в шестнадцатеричной системе счисления.

Например, если имеются два файла MAIN.С и FUNC.C, номера головных кластеров этих двух файлов, например 002 и 004, описаны в директории.

Для файла MAIN.С следующий номер кластера 003 описан во входе в кластер номер 002 и следующий кластер номер 006 описан во входе кластера номер 003. Кроме того, если кластер номер 006 представляет собой последний кластер файла MAIN.С, во входе в кластер номер 006 записывается код FFF, который указывает, что это последний кластер.

В результате файл MAIN.С хранится в кластерах 002, 003 и 006. Другими словами, предполагается, что номер кластера идентичен с номером блока в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, это выражено тем, что файл MAIN.С хранится в блоках 002, 003 и 006. (Поскольку кластер, записанный в FAT, представляет собой кластер, записанный с помощью логических адресов, как описано выше, кластер не является непосредственно идентичным с физическим адресом блока).

Точно так же показано, что файл FUNC.C хранится в кластерах от 004 до 005 с помощью FAT.

Вход в кластер, соответствующий неиспользуемому блоку, описан как 000.

В директории каждого файла, хранящегося в области корневой директории, не только номер головного кластера, изображенный на фиг.13, но также, например, и различные данные описаны как изображено, например, на фиг.14.

А именно, имя файла, расширение, атрибут, информация о времени обновления, информация о дате обновления, номер головного кластера и размер файла описаны с количеством байт, изображенных на фиг.14.

Для поддиректории, которая представляет собой более низкий слой определенной директории, данные хранятся не в области корневой директории, изображенной на фиг.12, но в области данных. Другими словами, поддиректория обрабатывается как файл, который имеет структуру директории. В случае поддиректории размер ее неограничен, и необходимы вход в нее и вход в директорию предыдущего уровня.

На фиг.15 изображена структура примера, в котором имеется директория DIR1, атрибут файла которой представляет собой директорию, а именно поддиректорию в определенной корневой директории, в которой имеется директория DIR2, атрибут которой представляет собой директорию, а именно поддиректорию внутри нее, и, кроме того, в ней имеется также файл под названием FILE.

Другими словами, номер головного кластера изображен как поддиректория, а именно DIR1, в области корневой директории, и кластеры X, Y и Z соединены с помощью вышеуказанного FAT. Как можно понять из фиг.15, поддиректории DIR1 и DIR2 обрабатываются как файлы, и они введены в связи FAT.

Далее, способ управления с помощью FAT описан ниже со ссылкой на фиг.23.

Фиг.23 схематично изображает содержимое памяти, в которой таблица разделов, свободная область, сектор начальной загрузки, область FAT, область резервного FAT, область корневой директории, область поддиректории и область данных расположены послойно сверху вниз.

Вышеописанная карта памяти показывает состояние памяти после преобразования логического адреса в физический адрес на основе преобразования логического-физической адреса.

Сектор начальной загрузки, область FAT, область резервной FAT, область корневой директории, область поддиректории и область данных все вместе называются областью разделов FAT.

Адреса начала и конца области разделов FAT записаны в вышеуказанную таблицу разделов.

В общем, вышеуказанная область разделов не указывается в FAT, используемой для гибкого диска.

Поскольку ничего, кроме таблицы разделов, не записано на первой дорожке, в первой дорожке имеется свободная область.

Затем, размер структуры FAT, размер кластера и размеры соответствующих областей записаны в загрузочном секторе в зависимости от того, является ли FAT 12- или 16-битовым.

FAT управляет местом положения файлов, записанных в области данных.

Область копии FAT представляет собой область резервной FAT.

Имена файлов, адрес первого кластера, различные атрибуты записываются в области корневой директории, в которой для этих данных одного файла, который должен быть записан, используются 32 байта.

Имеются область поддиректории как файлы, имеющие атрибуты директории, и четыре файла, которые в варианте воплощения, изображенном на фиг.23, называются PBLIST.MSV, CAT.MSV, DOG.MSV и MAN.MSV.

Имена файлов и положение их записи в FAT управляются в вышеуказанной поддиректории. Другими словами, на фиг.23 адрес "5" FAT относится к сегменту, в котором записано имя файла CAT.MSV, и адрес "10" в FAT относится к сегменту, в котором записано имя файла DOG.MSV.

Кластер 2 и последующие кластеры указывают реальную область данных, где голосовые данные, полученные с помощью процесса сжатия, с использованием АДИКМ (ADPCM) записываются в варианте воплощения в соответствии с настоящим изобретением.

Затем адрес 110 в FAT относится к сегменту, в котором записано имя файла MAN.MSV.

В варианте воплощения в соответствии с настоящим изобретением голосовые данные, обработанные со сжатием АДИКМ, записаны в кластеры 5-8 с именем файла CAT.MSV. Кроме того, предыдущая часть аудиоданных DOG-1, обработанных со сжатием АДИКМ, записана в кластеры 10-12 с именем файла DOG.MSV, и последняя часть аудиоданных DOG-2, обработанных со сжатием АДИКМ, записана в кластеры 100-101 с именем файла DOG.MSV.

Затем аудиоданные, обработанные со сжатием АДИКМ, записаны в кластеры 110-111 с именем файла MAN.MSV.

Вышеприведенный вариант воплощения представляет собой пример отдельного файла, разделенного на две части, которые записаны в разных местах.

В вышеприведенном варианте воплощения области, называемые "пустые" области данных, могут использоваться для записи в них информации.

Кластеры 200 и последующие кластеры указывают на области управления именем файла, где в кластер 200 записано имя файла CAT.MSV, файл с именем DOG.MSV записан в кластер 201 и файл с именем MAN.MSV - в кластер 202.

Для изменения схемы размещения файлов файлы перемещаются в кластер 200 и последующие кластеры.

Сначала делается ссылка на таблицу разделов первой области для записи адресов начала и конца области разделов FAT, когда монтируется вышеуказанное запоминающее устройство.

После того, как будет воспроизведена область загрузочного сектора, будут воспроизведены область корневой директории и область поддиректории.

Затем сегмент, где данные управления воспроизведением PBLIST.MSF записаны в области поддиректории, считывается со ссылкой на адрес конца секции сегмента, в который записан PBLIST.MSF.

В случае варианта воплощения в соответствии с настоящим изобретением, поскольку адрес 200 записан в последнюю секцию сегмента, где записан вышеуказанный файл PBLIST.MSF, делается ссылка на кластер 200.

Кластер 200 и последующие кластеры представляют собой области, предназначенные для управления названиями файлов и порядком воспроизведения файлов, в которых файл с именем CAT.MSV представляет собой первую часть, файл с именем DOG.MSV представляет собой вторую часть и файл с именем MAN.MSV представляет собой третью часть.

По завершении ссылок на кластер 200 и все последующие кластеры управление переходит на вышеуказанную область поддиректории и сегменты, соответствующие именам файлов CAT.MSV, DOG.MSV и MAN.MSV.

Как изображено на фиг.23, адрес 5 записывается в конце сегмента, в котором записано имя файла CAT.MSV, адрес 10 записывается в конце промежутка, в котором записано имя файла DOG. MSV, и адрес 110 записывается в конце промежутка, в котором записано имя файла MAN.MSV.

Когда делается ссылка на адреса входов в FAT на основании адреса "5", вводится адрес кластера "6". Когда делается ссылка на адрес "6" ввода, вводится адрес кластера "7". Когда делается ссылка на адрес "7" ввода, вводится адрес "8" кластера. Когда делается ссылка на адрес "8" ввода, записывается код "FFF", обозначающий конец.

Поэтому файл с именем CAT.MSV занимает область в кластерах 5, 6, 7 и 8 и область, в которой в действительности записаны данные АДИКМ под названием CAT.MSV, может быть адресована с помощью кластеров 5, 6, 7 и 8 ссылок в области данных.

Следующее далее описание показывает способ воспроизведения файла, записанного дискретно в различных местах с именем DOG.MSV.

Когда адреса входов в FAT воспроизводятся на основания адреса "10", вводится адрес "11" кластера. Когда делается ссылка на адрес "11" ввода, вводится адрес "12" кластера. Когда делается ссылка на адрес "12" ввода, вводится адрес "100" кластера. Когда делается ссылка на адрес "100", вводится адрес "101" кластера. Когда делается ссылка на адрес "101" ввода, записывается код "FFF", обозначающий конец.

Поэтому файл с именем DOG.MSV занимает область в кластерах 10, 11, 12, 100 и 101 и область, где в действительности записаны данные АДИКМ, соответствующие предыдущей части файла с именем DOG.MSV, при этом доступ к ней может быть осуществлен со ссылкой на кластеры 10, 11 и 12 в области данных.

Затем со ссылкой на кластеры 100 и 101 может быть осуществлен доступ в области данных, области, в которых в действительности записаны АДИКМ данные, соответствующие последней части файла с именем DOG.MSV.

Далее, когда адреса входов FAT воспроизводятся на основании адреса "110", вводится адрес "111" кластера. Когда будет воспроизводиться адрес "111" входа, записывается код "FFF", обозначающий конец файла.

Поэтому можно видеть, что файл с именем MAN.MSV занимает области в кластерах 110 и 111.

Как описано выше, с помощью соединения данных файлов, записанных в разных местах флэш-памяти, файлы данных могут последовательно воспроизводиться.

5. Процесс записи потока данных

Ниже будет описан процесс записи потока данных в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, который является наиболее характерной операцией в соответствии с настоящим вариантом выполнения.

Как описано выше, основные данные, которые обрабатываются запоминающим устройством 1 стержневого типа, включают данные подвижного изображения, данные неподвижного изображения, голосовые данные, аудиоданные высокого качества и управляющие данные, и когда записывается поток данных с характеристиками режима реального времени, таких как голосовые данные, данные подвижного изображения или аудиоданные, требуется применять эффективный процесс записи с тем, чтобы можно было обрабатывать данные потока с высокой битовой скоростью.

Процесс записи данных, выполняемый в соответствии с настоящим вариантом осуществления, обозначается как процесс с высокой скоростью записи в отличие от процесса записи, описанного выше со ссылкой на фиг.22, и описан со ссылкой на фиг. 16, 17, 18A, 18B, 19 и 20.

Фиг.16 и фиг.17 представляют собой алгоритмы процесса, выполняемого под управлением микрокомпьютера 109 в управляющем устройстве, и фиг.18А и 18B представляют собой схемы, схематически изображающие записанный файл потока данных (голосовых данных и т.п.) в запоминающем устройстве 1 стержневого типа. Фиг.19 и фиг.20 изображают содержимое FAT до и после процесса записи.

Запоминающее устройство 1 стержневого типа устанавливается в управляющее устройство, и выполняется операция записи, с помощью чего пользователь может записывать голос, который улавливается с помощью микрофона 103, в запоминающее устройство 1 стержневого типа как голосовые данные.

Когда пользователь подает команду на выполнение такой операции записи, микрокомпьютер 109 сначала подготавливает высокоскоростной процесс, который обозначен на этапе F101. Такая подготовка представляет собой процесс, необходимый для подготовки временного специального входа в файл в корневой директории, как файл для высокоскоростной записи.

Высокоскоростной файл открывается на этапе F102 в зависимости от входа в файл. Эта операция должна быть выполнена перед записью высокоскоростных данных и выполняется для кластеров, в которых выполняется запись, описанная более подробно на фиг.17. Операция на этапе F102 подробно поясняется на фиг.32.

Номер кластера, наименьший в это время среди номеров неиспользованного кластера 2 и последующих неиспользованных кластеров, управляемых FAT, устанавливается в переменной CL (х) на этапе F130. В этот момент номер заранее преобразуется в номер блока флэш-памяти на основе содержимого таблицы преобразования логического-физического адреса. На этапе F131 следующий наименьший номер неиспользованного кластера устанавливается в переменной CL (y). В этом случае также номер преобразуется заранее в физический адрес таким же способом, как и на этапе F130. Затем на этапе F132 данные в блоке, соответствующем физическому адресу флэш-памяти, полученные на этапе F130, стираются. Физические адреса, полученные на этих этапах, хранятся для другого использования на этапах, описанных ниже. Данные потока непрерывно записываются в блок кластера в запоминающем устройстве 1 стержневого типа до тех пор, пока запись голосовых данных, которая производится на этапах F103 и F104, не будет завершена (например, до записи голосовых данных, поступивших непосредственно перед тем, как пользователь включил операцию остановки записи).

Процесс на этапе F103 подробно изображен на фиг.17. Временно непрерывные входные данные потока принимаются разделенными на количество данных, соответствующих кластеру, на этапе F120. После выполнения приема данных в разделенном виде на количество данных, соответствующих кластеру, данные потока в разделенном виде на количество данных, соответствующих кластеру, которые были приняты в блок запоминающего устройства 1 стержневого типа, соответствующего кластеру CL (х), записываются на этапе F121. Величина CL (х), используемая в этот момент времени, представляет собой величину, которая получается на этапе F102, изображенном на фиг.16, и затем, более подробно, на этапе F130, изображенном на фиг.32. Затем, в случае последующей записи потока данных величина будет представлять собой значение, которое будет получено на этапе F122, описанном ниже.

Затем, на этапе F122 выполняется назначение адресов физических блоков запоминающего устройств стержневого типа для кластеров, в которых данные потока будут записаны в последующем с помощью копирования величины CL (у), которая представляет собой так называемую новую величину CL (x). Затем, на следующем этапе F123 получается следующий наименьший номер кластера среди свободных кластеров, управляемых FAT, для которых данные потока записываются последовательно друг за другом, и номер физического блока в запоминающем устройстве 1 стержневого типа устанавливается в переменной CL (y) в соответствии с таблицей преобразования логического-физического адреса. Затем данные в блоке с физическим номером запоминающего устройства 1 стержневого типа, полученные на этапе F123, стираются на следующем этапе F124. Этот процесс приводит к стиранию следующего кластера, в который данные потока будут записаны следующими.

В вышеописанных примерах, для упрощения пояснения, блок данных, принимающий или записывающий во флэш-память, обозначается как один кластер, то есть один блок флэш-памяти. Поскольку блок записи во флэш-памяти представляет собой страницу, как описано в секции 2-2, однако, например, принимаемый блок данных потока может быть обозначен как количество, соответствующее одной странице во флэш-памяти, и данные могут также быть записаны постранично. В этом случае для записи данных одного кластера, то есть одного блока, процесс записи повторяется 16 раз с записью измененных страниц, если один блок содержит 16 страниц, и процесс записи повторяется 32 раза с записью измененных страниц, если один блок содержит 32 страницы. Также возможна оценка на этапе F104, и обработка решения вводимых данных, соответствующего той, которая производится на этапе F104, может также выполняться всякий раз, когда записывается одна страница.

Процесс, описанный выше, выполняется на этапе F103, изображенном на фиг.16.

В процессе данные потока записываются в блок с наименьшим логическим адресом кластера среди свободных кластеров, и данные в блоке с номером кластера, а именно во втором наименьшем номере кластера, стираются, причем цель этого процесса состоит в том, чтобы стал возможным процесс восстановления, описанный ниже, и смысл этого процесса будет описан ниже.

Процесс на этапе F103 изображен на фиг.16, то есть процесс, изображенный на фиг.17, повторяется до тех пор, пока запись данных потока не будет завершена каждый раз, когда данные блока кластера будут вводится соответственно каждый раз, причем блок с наименьшим номером кластера в этот момент будет подвергаться записи, и данные в блоке со следующим наименьшим номером кластера будут последовательно стираться.

Это происходит потому, что запись выполняется постранично, как описано выше, причем запись выполняется реально, и следующий кластер, в который должна быть произведена запись, должен быть стерт до того, как будут записаны данные одного кластера, то есть 16 страниц данных или 32 страницы данных. Блок данных, стираемых из флэш-памяти, представляет собой кластер, как описано выше, поскольку время на запись данных одной страницы меньше, чем время, необходимое для стирания данных в одном кластере. Для того, чтобы стирание данных в кластерах было успешно проведено прежде, чем начнется запись в последнюю страницу, и с целью упрощения обработки данные всегда стираются в этих кластерах и в одном предшествующем кластере.

Затем, после того, как было дано краткое описание процесса, происходящего на этапе F102, выполняются те же операции, что и на этапах F121, F122 и F125, и данные в кластере CL (х) стираются. При выполнении этих операций кластер CL (х), в котором записываются данные потока, записывается первым, и кластер, в который данные потока записываются во вторую очередь, то есть кластер CL (y), имеющий второй наименьший номер, становится условием того, что данные стираются.

Этот процесс продолжается до тех пор, пока данные потока не закончатся, и последовательность перейдет с этапа F104 на этап F105, на котором все данные потока будут полностью записаны, и затем FAT будет обновлен в соответствии с операцией записи данных потока. Здесь ввод в FAT обновляется, и записывается структура связи, соответствующая этой записи, и выполняются обновление области ввода директории и стирание маркера высокой скорости на этапе F101.

В результате вышеуказанной операции данные потока, записанные на этапе F103, становятся в действительности файлом, правильным образом обработанным в FAT.

После обновления FAT выполняется закрытие файла на этапе F106, и последовательность заканчивается.

Процесс высокоскоростной записи завершается после выполнения вышеуказанного процесса, и файл данных потока, записанный во время этого процесса, и обновление FAT описаны со ссылкой на фиг.18А и 18В, 19 и 20.

Предполагается, что файл F1, изображенный на фиг.18А, был уже записан в запоминающее устройство 1 стержневого типа в момент перед этой записью.

Предполагается также, что файл F1 был записан в кластеры CL (2), CL (3), CL (4), CL (6), CL (8) и CL (9). Фактически файл F1 записан в блоках физических адресов, соответствующих этим номерам кластеров, и, как понимается из вышеуказанного описания, физический адрес в действительности записанного блока изображен в таблице преобразования адреса. В соответствии с этим на фиг.18А и 18В не показано состояние, когда один файл записан в физически последовательные блоки.

В этом случае FAT, показывающий расположение по кластерам файла F1, изображен на фиг.19. Более подробно, головной кластер файла F1 обозначен как кластер CL2 в соответствии с входом в директорию, как изображено на фиг.13, но не показан на чертеже, и код 003 записан во вход кластера CL (2) FAT на фиг.19. Другими словами, показано, что кластер CL (2) связан с кластером CL (3). Код 004 записан во вход кластера CL (3), что указывает на то, что кластер CL (3) соединяется с кластером CL (4). Эта связь записывается таким же образом в последующем, и величина FFF, обозначающая, что этот кластер представляет собой последний кластер, записывается во вход последнего кластера CL (9).

В соответствии с FAT, описанной выше, FAT управляет файлом F1 так, что файл F1, изображенный на фиг.18А, записывается в кластеры CL (2), CL (3), CL (4), CL (6), CL (8) и CL (9) в указанном порядке.

В этом состоянии код 000, который обозначает неиспользуемый кластер, хранится в кластерах CL (5), CL (7) и CL (А) и в следующих кластерах.

Предполагается, что пользователь подает в этот момент команду на новую запись, и файл F2, изображенный на фиг.18В, записывается как новый файл данных потока с помощью вышеуказанного процесса высокоскоростной записи.

В этом случае, если используются 7 кластеров для записи данных потока, то файл F2 будет записан в кластеры CL (5), CL (7), CL (A), CL (В), CL (С), CL (D) и CL (E).

Более подробно, в процессе, изображенном на фиг.17, сначала данные блока первого кластера записываются в свободный кластер с наименьшим номером кластера, и кластер CL (5) используется как это видно на фиг.19. В этот момент данные кластеров со следующим наименьшим и вторым следующим наименьшим номерами стираются, причем в вышеуказанном случае кластеры CL (7) и CL (А) являются кластерами, информация которых стирается.

Затем, поскольку свободный кластер с наименьшим номером в этот момент времени используется для следующего блока кластера данных потока, используется кластер CL (7). В этот момент данные в блоках, соответствующих следующему наименьшему и второму следующему наименьшему номерам, а именно кластеры CL (А) и CL (В), представляют собой кластеры, информация в которых стирается.

Вышеуказанный процесс повторяется, и в момент времени, когда этап F104 будет завершен, данные потока будут записаны в блоке физических адресов, соответствующих кластерам CL (5), CL (7), CL (A), CL (В), CL (С), CL (D) и CL (E) соответственно, как показано на фиг.18В.

Однако, поскольку FAT в этот момент времени не обновляется и остается таким, как изображено на фиг.19, связь и вход в директорию FAT обновляются на этапе F105, и формируется связь кластеров, соответствующая файлу F2.

Более подробно, формируется вход в директорию для файла F2, и указывается, что головным кластером должен быть кластер CL (5) и, как показано на фиг.20, код 007 записывается во вход кластера CL (5), код 00А записывается во вход кластера CL (7), код 00В записывается во вход кластера CL (А),... и код FFF записывается во вход кластера CL (E) в FAT.

В результате файл F2, записанный с помощью высокоскоростного процесса записи, переводится в состояние управляемого FAT файла и становится данными в виде файла.

Дополнительное пояснение приводится со ссылкой на фиг.24-31.

Фиг.24 изображает директории перед новой записью данных. Поддиректория под названием "VOICE", также как не показанные поддиректории, находится в корневой директории. Затем, в директории VOICE имеются поддиректория под названием "FOLDER1", а также не показанные другие директории. Затем, уже записанный файл под названием "98120100.MSV" находится в директории FOLDER1. Фиг.27 изображает положение каждых данных в системе файлов FAT и указывает, что поддиректория под названием "VOICE" находится в корневой директории и что не показанная поддиректория под названием "FOLDER1" находится в поддиректории VOICE, и, затем, что вход в файл под названием "98120100.MSV" находится в поддиректории FOLDER1.

Код 2 записывается во вход файла, и 2 указывает на первый кластер файла под названием "98120100.MSV". В области FAT адрес 3 записывается по адресу 2 FAT и 5, или величина, указывающая на адрес, записывается по адресу 3. Когда все данные, записанные в разных местах, будут ассоциированы в системе файлов FAT, файл под названием "98120100.MSV" будет записан в запоминающем устройстве 1 стержневого типа в порядке кластер 2 → кластер 3 → кластер 5 → кластер 6 → кластер 7 → кластер 8 → кластер 10 → кластер 11. Это означает, что файл состоит из частей 98120100-1, 98120100-2 и 98120100-3. Затем имя файла записывается в кластер 200.

Если данные будут вновь записаны в запоминающее устройство 1 стержневого типа, имеющее такую структуру директории, предварительно создается специальный файл ввода в корневой директории на этапе F101, изображенном на фиг.16, т.е. создается файл с названием "temptemp.tmp", изображенный на фиг.25. Однако на этом этапе создается только ввод в файл, и размер файла оказывается равным 0. На фиг.28 изображен статус данных в областях FAT. Файл под названием "temptemp.tmp" размером 0 создается в корневой директории.

После этого свободный кластер, имеющий наименьший номер кластера, который не является кластером 1, находится следующим способом. Каждая область FAT проверяется последовательно друг за другом с тем, чтобы найти область, где уже записан 0. В этом примере было обнаружено, что кластер, соответствующий адресу 4, является свободным. Адрес 4 указывает на необходимость найти CL (х) для высокоскоростного файла, открытого на этапе F102, изображенном на фиг.16. В случае воспроизведения свободного кластера, имеющего следующий наименьший номер кластера, будет видно, что этот кластер соответствует адресу 9 и CL(y) для высокоскоростного файла будет открыт в позиции 9. Затем соответствующие номера блоков реальной флэш-памяти, соответствующие кластерам 4 и 9, получаются на основе таблицы преобразования логического/физического адреса, и соответствующие блоки стираются в соответствии с полученными физическими адресами, что приводит к завершению процесса открытия высокоскоростного файла на этапе F102, изображенном на фиг.16.

Фиг.29 указывает состояние записи данных потока в запоминающем устройстве 1 стержневого типа в процессе. На этом чертеже сообщения записываются в кластеры 4 и 9. Например, temptemp-1 и temptemp-2 являются именами, изображенными на чертеже с целью удобства, и эти имена не управляются в реальной системе управления файлом. В обычной процедуре записи данных запись выполняется с использованием системы файлов FAT. Поэтому, например, не 0, а 9 будет записано в место, указывающее адрес 4 в областях FAT. Однако в соответствии с настоящим вариантом воплощения такая операция не выполняется на этом этапе, и поэтому 0 записывается в место, указывающее адрес 4, так, как изображено на фиг.28. В этот момент времени в кластере 12 данные уже стерты, и кластер 12 указывается в переменной CL (х), как следующий кластер для записи данных, и затем кластер 13 указывается как переменная CL (y), как следующий кластер для записи данных на следующем этапе, и затем данные стираются.

Фиг.30 изображает состояние завершения ввода данных потока. В заключение введенные элементы данных потока имеют в большом количестве данные, соответствующие трем кластерам. Данные в третьем кластере, в который произведена запись, предварительно называются "temptemp-3", но это название не управляется системой управления файлами. Это же относится к файлам temptemp-1 и temptemp-2.

Необходимо зарегистрировать данные потока, записанные перед этим и в этот времени в системе файлов в конкретных файлах. Опишем этот процесс со ссылкой на фиг.31. Во время обновления FAT на этапе F105, изображенном на фиг.16, FAT сканируется для того, чтобы найти кластер с наименьшим номером, соответствующим кластеру, в котором записан код 0, указывающий на свободный кластер как адрес. В этом примере 0 записан в части, соответствующей кластеру 4. Другими словами, кластер 4 становится началом вновь записываемых блоков данных потока. Затем следующий кластер с наименьшим номером будет найден среди следующих свободных кластеров. В этом примере будет найден кластер 9, и 9 будет записано в местоположение в кластере 4 в FAT, причем 9 будет указывать, что данные, которые будут в последующем воспроизведены, это данные, находящиеся в кластере 9. Затем данные в кластере 9 считываются, и затем определяется, что данные записаны. Поэтому кластер с наименьшим номером будет затем найден из числа следующих свободных кластеров. В этом примере будет найден кластер 12, и кластер 12 не будет свободным, и, таким образом, кластер 12 будет записан в местоположение в кластер 9 в FAT, причем 12 будет указывать, что данные, которые следует воспроизвести после этого, будут данными, находящимися в кластере 12. Затем FAT производит поиск свободного кластера со следующим наименьшим номером кластера, при этом будет обнаружено, что это будет кластер 13. Однако данные потока не будут записаны в кластер 13, и с помощью считывания кластера 13 кластер 13 будет определен как кластер, находящийся в состоянии стертой информации. Поэтому код FFF будет записан в местоположение, указывающее кластер 12 FAT, причем FFF будет указывать на то, что кластер 12 будет последним кластером, в котором были записаны новые данные потока. Поэтому 9 будет записано в местоположении 4 FAT, 12 - в местоположении 9, FFF - в местоположении 12, что будет показывать, что создана связь дискретно записанных данных потока.

При последующем обновлении входа в директорию размер файла 0 файла, предварительно названного temptemp.tmp, меняется на величину, соответствующую записанным данным потока, и имя файла будет изменено на 98120200.MSV, как в примере, изображенном на фиг.31, и записано в область поддиректории. Во время обновления названия первый номер кластера 98120200.MSV будет обновлен и будет записан код 4. В частности, будет выполнено обновление размера файла и изменение в имени файла с изменением в директории. Кроме того, 98120200.MSV будет записан в кластер 201 так, что имя файла 98120200.MSV будет идентифицировано файловой системой. Во время этого процесса файл под названием temptemp.tmp в процессе высокоскоростного маркирования на этапе F101 будет одновременно с ним стерт.

Это состояние изображено на фиг.26. У файла под названием temptemp.tmp, который находится на том же уровне, что и поддиректория с именем VOICE непосредственно в корневой директории на фиг.25, будут изменены его имя и директория. Затем, как изображено на фиг.26, система файлов идентифицирует новые записанные данные потока под названием 98120200.MSV на том же уровне, что и данные под названием 98120100.MSV в поддиректории FOLDER1, в поддиректории с именем VOICE, в корневой директории. Таким образом, файл под названием temptemp.tmp, находящийся непосредственно в корневой директории, будет стерт из системы файлов.

В данном примере имя файла вновь записанных данных потока будет 98120200.MSV, но устройство может присвоить любое имя файла, или пользователь может ввести имя файла перед началом записи или после окончания записи.

Как понятно из вышеприведенного описания, в высокоскоростном процессе записи в соответствии с настоящим примером данные потока записываются непрерывно в блоки кластеров, и FAT обновляется после того, как данные потока будут полностью записаны.

Как описано выше, в таблице преобразования адреса, в соответствии с настоящим примером, соответствующая связь между неиспользованным логическим адресом и неиспользованным физическим адресом будет предварительно записана.

Поэтому FAT и таблица преобразования адресов не будут обновлены во время периода непрерывной записи данных потока. В результате количество данных, записываемых за единицу времени, значительно увеличивается при записи данных потока по сравнению с обычным процессом, описанным на фиг.22. Становится возможным увеличить количество данных, записываемых за единицу времени, приблизительно до величины, представляющей собой верхнее ограничение из-за характеристик оборудования.

В результате становится приемлемой высокая битовая скорость данных потока. Становится возможным записывать не только данные голоса и аудиоданные, но также и данные подвижных изображений, которые содержат гораздо большее количество данных, в режиме реального времени.

Кроме того, скорость записи данных существенно повышается, доступ для обновления FAT выполняется только один раз, то есть время, требуемое на обновление FAT, существенно сокращается, и потребление энергии для операции записи существенно снижается.

То, что данное устройство приспособлено к записи в режиме реального времени данных потока с высокой битовой скоростью, позволяет устранить буферную память, имеющую большую емкость, и системную обработку, например управление выходным согласованием данных потока со стороны устройства источника, когда записываемые аудиоданные или данные, представляющие собой подвижное изображение, передаются от другого устройства, и, таким образом, упрощаются не только структура оборудования, а именно управляющего устройства, но также и программное обеспечение.

6. Процесс восстановления

Возможно, например, записывать данные потока с высокой битовой скоростью в режиме реального времени с помощью вышеуказанного процесса записи с высокой скоростью, в котором, как понятно из описания вышеуказанного процесса, FAT обновляется после того, как данные потока полностью будут записаны, и записанные данные потока становятся действительными, то есть становятся воспроизводимыми данными, только после того, как будет завершено обновление FAT. В случае, когда обновление FAT становится невозможным из-за выключения источника питания, например, из-за перерыва в подаче питания или других проблем, которые могут возникнуть до того, как FAT будет обновлен, например, в момент записи данных потока или когда запись будет завершена, записанные данные потока становятся недействительным файлом, а именно не воспроизводимым файлом, потому, что он не управляется FAT.

В случае, когда данные потока не могут быть приняты снова, например в случае, когда данные потока, например, представляют собой данные, дублируемые с другого носителя записи, цель достигается с помощью повторного дублирования носителя записи. Однако в случае, когда данные потока представляют собой данные, получаемые при записи голоса с помощью микрофона 103, или данные, получаемые при записи данных подвижного изображения, которые получаются с устройства отображения, или, например, в случае, когда данные потока представляют собой данные, получаемые при записи голоса, передаваемого по радио, который принимается и демодулируется при помощи радиоприемника, проблема становится очень серьезной.

Для того, чтобы избежать такой проблемы, в настоящем примере предлагается такая структура, в которой данные, однажды записанные в запоминающее устройство 1 стержневого типа, могут быть восстановлены как действительные данные с помощью выполнения процесса восстановления, в случае, когда обновление FAT становится невозможным.

Микрокомпьютер 109 выполняет процесс, изображенный на фиг.21, который представляет собой процесс восстановления, в котором процесс, изображенный на фиг.17, был выполнен во время записи, необходимой для реализации процесса восстановления.

Более подробно, во время операции записи в блок кластера, как описано выше, в соответствии с правилом записи, данные потока записываются в блок кластера, номер которого представляет собой наименьший логический адрес среди свободных кластеров в каждый момент времени, и данные двух из блоков следующего наименьшего и второго следующего наименьшего номера кластера стираются.

Процесс восстановления, изображенный на фиг.21, реализован на основе вышеуказанного процесса.

При обработке, связанной с восстановлением, сначала номером кластера, который в этот момент времени является наименьшим логическим адресом среди неиспользованных кластеров (свободных кластеров), управляемый FAT устанавливается в переменную CL (x). Процесс восстановления выполняется для операции записи, как описано со ссылкой на фиг.18А и 18В, 19 и 20, только, когда, например, файл F2 был записан в запоминающее устройство 1 стержневого типа, как изображено на фиг.18В, и FAT остается еще не обновленной, как изображено на фиг.19.

В соответствии с этим кластер, который считается кластером с наименьшим номером, на этапе F201 представляет собой, в действительности, номер кластера, в котором был записан первый кластер файла F2. Более подробно, кластер с наименьшим номером кластера представляет собой кластер CL (5) в случае, изображенном на фиг.18В и фиг.19.

Данные считываются из кластера, который должен представлять собой кластер номер CL (x) на этапе F202, и на этапе F203 определяется, имеются ли в нем в действительности данные или нет, а именно является ли он блоком, из которого данные были стерты, или нет.

В случае вышеприведенного примера, поскольку данные не записываются в кластер CL (5), последовательность переходит на этап F204.

На этапе F204 следующий наименьший номер кластера среди свободных кластеров в FAT в состоянии, изображенном на фиг.19, устанавливается в переменную CL (x). Затем выполняется процесс этапов F202 и F203. Другими словами, считывание блока кластера номер CL (x) и наличие данных проверяются аналогичным образом. В случае вышеприведенного примера считывание и наличие данных проверяются в кластере CL (7), который представляет собой следующий кластер с наименьшим номером после кластера CL (5).

Поскольку данные были записаны в кластер CL (7), осуществляется переход на этап F204.

С помощью процесса, выполняющегося на этапах F201-F204, как описано выше, определяется последний блок, в который были записаны данные.

Более подробно, в случае вышеприведенного примера проверяется считывание и наличие данных в свободных кластерах в порядке номеров от наименьшего, а именно от кластера CL (5), CL (7), CL (A), CL (В), CL (С), CL (D), до CL (E). В этом процессе проверяется наличие данных в кластере CL (E), а затем последовательность переходит на этап F104 и на этап F204, и на этапе F204 кластер CL(F) устанавливается как переменная CL (x), и на этапах F202 и F203 проверяется считывание и наличие данных.

В этот момент времени, поскольку данные в следующем и втором следующем блоках, в которые были записаны данные потока, стираются во время вышеуказанного процесса записи, блоки рассматриваются как блоки, не содержащие данных.

В соответствии с этим наличие данных, которые должны быть сделаны действительными в кластерах CL (5), CL (7), CL (А), CL (В), CL (С), CL (D) и CL (E), подтверждается, и на этапе F205 CL (F) текущий кластер CL (x) рассматривается как кластер, который связан с ненормальным прерыванием записи.

На этапах F206 и F207 кластеры CL (5), CL (7), CL (A), CL (В), CL (С), CL (D) и CL (E), которые рассматриваются как кластеры, которые должны быть сделаны действительными, соединяются в FAT, и вход директории обновляется так, что файл становится действительным.

В результате FAT обновляется, как изображено на фиг.20, то есть файл F2 восстанавливается как действительный файл.

Даже в случае, когда FAT обновляется по результатам поиска, после записи данных потока в результате процесса высокоскоростной записи, процесс высокоскоростной записи рассматривается как процесс, который с помощью вышеуказанного процесса восстановления может быть приспособлен к проблеме, вызванной перерывом в подаче питания.

Другими словами, хотя статус не обновленного FAT может появиться в записанных данных потока в вышеуказанном процессе записи с высокой скоростью, статус не обновленного FAT изменяется с помощью выполнения процесса восстановления, даже если появляется состояние не обновленного FAT, и проблема, таким образом, решается.

В случае, когда обновление FAT становится невозможным после того, как все данные потока были записаны полностью как файл F2, весь файл F2 восстанавливается с помощью процесса восстановления, и в случае, когда обновление FAT прерывается, например, из-за перерыва в подаче напряжения питания в середине записи данных потока, естественно, процессу восстановления будет подвергаться записанная часть данных потока.

Например, в случае файла F2, изображенного на фиг.18В, если работа становится невозможной, когда были записаны кластеры CL (5), CL (7), CL (А) и CL (В), в связи с тем, что кластер CL (С) рассматривается как кластер, не содержащий данных, то есть имеющий стертое состояние в процессе, выполнявшемся на этапах F201-F204, FAT обновляется таким образом, что кластеры CL (5), CL (7), CL (А) и CL (В) формируют один соединенный файл в процессе обновления на этапах F206-F207.

Вышеуказанный процесс восстановления может быть начат с помощью команды, подаваемой пользователем, или микрокомпьютер 109 может обнаружить не обновленное состояние FAT автоматически и выполнить процесс восстановления.

Например, если процесс восстановления выполняется непосредственно после того, как микрокомпьютер 109 обнаруживает неправильное закрытие файла, например ненормальное состояние, состоящее в том, что высокоскоростная маркировка не выключила запоминающее устройство 1 стержневого типа в момент времени, когда источник питания возобновил свою работу, то пользователь просто распознает, что записанная часть данных потока будет действительной без рассмотрения действительности или недействительности файла в зависимости от состояния обновления FAT.

Выше был описан один из вариантов воплощения, но настоящее изобретение ни коим образом не ограничено этой структурой и порядком работы. В частности, подробные процедуры процесса высокоскоростной записи и процесса восстановления могут быть по-разному изменены.

Например, в процессе высокоскоростной записи способ, состоящий в том, был ли обнаружен кластер, в котором было закончено стирание, выбирается на основании решения, была ли закончена последняя операция записи в кластер. С другой стороны, микрокомпьютер 109 запоминает номер кластера, в котором была закончена запись в момент, когда запись данных потока будет завершена, и, объединяя номер кластера с последним номером кластера, который был сохранен микрокомпьютером 109 в процессе создания связи для кластеров, может быть легко выявлен последний кластер в связи. Для упрощения процесса связывания записанных кластеров, после окончания записи адрес 4 кластера может быть записан как часть связанной информации в файл temptemp.tmp, который показывает, что положение начала записи данных потока записано, всего лишь, в соответствии с тем фактом, что адрес 2 кластера записан в начальном положении файла 98120100.MSV, записанного в поддиректории, изображенной на фиг.28. При таком подходе отпадает необходимость делать ссылку на область FAT и проверять положение начала записи во время создания связующих данных. Кроме того, когда делается ссылка на область FAT, становится возможным узнать, что положение начала записи было выбрано правильно. Затем с целью упрощения процесса взаимной связи кластеров, записанных после окончания записи, записываются только номера кластеров, например, в ОЗУ 111 в управляющем устройстве так, чтобы стало возможным определить порядок записи каждый раз, когда данные потока хранятся и записываются в запоминающем устройстве 1 стержневого типа, и считывание FAT, сформированной в запоминающем устройстве 1 стержневого стержня, и процесс определения того, были ли уже эти данные записаны в кластере, стирание которого было завершено, могут быть опущены, когда связь создается на основании номеров кластеров, хранящихся в ОЗУ 111 во время связывания записанных кластеров. Этим обычно завершается процесс записи, и он разрешает провести обработку по связыванию кластеров данных потока, вновь записанных при более высокой скорости, когда выполняется обновление FAT.

Система в соответствии с настоящим изобретением ни коим образом не ограничена запоминающим устройством 1 стержневого типа, изображенным на фиг.1A-1D, и может быть использован твердотельный носитель записи, имеющий отличающуюся внешнюю конфигурацию, например запоминающее устройство на микросхемах, карточки с памятью, модули памяти и т.д.

Подробное описание формата файловой системы, описанной выше, может быть изменено в зависимости от реальных условий.

Кроме того, изменение емкости флэш-памяти ни коим образом не ограничено примерами, изображенными на фиг.9, и, естественно, запоминающий элемент носителя записи в соответствии с настоящим изобретением ни коим образом не ограничивается флэш-памятью, и могут использоваться другие типы элементов памяти.

Как понято из вышеприведенного описания, в настоящем изобретении выполняется операция записи основных данных, в которой подаваемые основные данные, такие как данные потока, записываются непрерывно в область основных данных, и информация преобразования адреса записи, в которой устанавливается соответствующая взаимосвязь между логическим адресом и физическим адресом, включает неиспользованные физические адреса и логические адреса для выработки или обновления информации преобразования адреса, и запись на носитель записи выполняется, по меньшей мере, перед выполнением операции записи основных данных. Кроме того, операция обновления управляющих данных, в которой управляющие данные обновляются в соответствии с операцией записи основных данных и обновленные управляющие данные записываются на носитель записи, выполняется после операции записи основных данных.

Вследствие этого управляющие данные и информация преобразования адреса не обновляются в течение некоторого периода времени, в то время как основные данные, такие как данные потока, непрерывно записываются, и количество записываемых данных за единицу времени при записи основных данных, следовательно, существенно повышается. Количество записываемых данных за единицу времени повышается приблизительно до верхнего предела, который определяется характеристиками аппаратуры.

В результате система становится способной работать с данными потока с высокой битовой скоростью передачи информации, и это представляет собой преимущество настоящего изобретения.

Кроме того, настоящее изобретение обеспечивает еще одно преимущество, состоящее в том, что скорость записываемых данных существенно увеличивается, и количество повторных доступов для обновления управляющих данных и информации преобразования адреса существенно уменьшается, и потребление энергии для операции записи в результате существенно понижается.

В настоящем изобретении в случае, когда операция обновления управляющих данных становится невозможной для выполнения после прерывания или завершения операции записи основных данных, распознаются логический адрес и физический адрес, использованные для операции записи основных данных, управляющие данные обновляются в зависимости от результата этого распознавания и обновленные управляющие данные записываются на носитель записи, чтобы, таким образом, выполнить операцию восстановления записанных данных, с тем чтобы сделать действительными основные данные, которые были записаны до прерывания или завершения операции записи основных данных. Поэтому, несмотря на то, что система, в которой управляющие данные обновляются после того, как основные данные будут полностью записаны, как описано выше, в случае, когда обновление управляющих данных становится невозможным из-за, например, непредвиденного прекращения подачи питания, записанные данные будут защищены. Благодаря этому повышается надежность системы.

Реферат

Изобретение относится к способу записи, способу управления и устройству для записи. Техническим результатом является высокая скорость записи данных. Устройство записи содержит средство записи и стирания, предназначенное для записи и стирания информации директории, основных данных и управляющих данных в или из соответствующих областей носителя записи, средство поиска блоков, в которые может производиться запись на носитель записи и заранее заданном порядке, средство генерирования данных связи, средство управления средством записи и стирания. Способы описывают работу указанного устройства. 3 с. и 18 з.п. ф-лы, 32 ил.

Формула