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CN101268449B - 数据记录装置以及数据记录方法 - Google Patents

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Abstract

在闪存器等的信息记录媒体上实时记录运动图像数据等时，抑制由空记录区域的配置状态引起的对记录速度的影响，保证数据记录的实时性。在访问装置(1)内设置用FAT块单位管理非易失性存储器(25)的区域管理信息即FAT(1)、FAT(2)的区域管理块控制部(18)，计算FAT块内的空记录区域长度。以下在RAM(12)上生成记录了每个FAT块的空记录区域长度的区域管理块信息(19)。在数据记录时分配空记录区域长度大于等于阈值的FAT块，不管空区域的配置状态如何都抑制区域管理信息更新的次数。由此能够防止由区域管理信息更新的频发引起的缓冲器溢出，保证数据记录时的实时性。

Description

数据记录装置以及数据记录方法
技术领域
本发明涉及访问用文件系统管理存储数据的信息记录媒体的信息记录媒体访问装置，以及针对信息记录媒体的数据记录方法。 
背景技术
在记录音乐内容、影像数据等的数字数据的信息记录媒体中有硬盘、光盘等各种类型。作为这些信息记录媒体的1种的存储卡因为小型、重量轻，所以以数字静态照相机和手机等小型的便携机器为中心使用，并正在迅速普及。 
目前作为存储卡的记录元件所使用的半导体存储器是以EEPROM和闪存ROM等的闪存器为主流。特别在许多信息记录媒体中所使用的NAND型的闪存器中，具有在写入数据前删除记录在写入目的地上的数据，一旦成为未记录的状态后必须写入数据的特征。在此把删除数据的单位称为删除块，作为集中多个作为访问的最小单位的区段而成的块来被管理。 
图1是表示在闪存器中的删除块和区段的关系的一例的图。在图1的例子中，1个删除块用32个区段构成。访问可以用区段，例如以512字节(B)为单位进行，但在写入之前成为必须的数据的删除处理以删除块，例如以16kB单位进行。记录区域的容量表示为16kB的删除块连续64000块的例子。 
即，当将1个删除块(16kB)量的数据记录在闪存器中的情况下，用以下的顺序执行记录处理。 
(1)解释从访问装置输入的指令。 
(2)取得1块未存储有效的数据的删除块，删除该删除块(1个删除块量)的数据。 
(3)在(2)中删除了数据的删除块中，记录1个删除块量的来自访问装置的输入数据。 
此外，当将1区段(512B)量的数据记录在闪存器中的情况下，用以下的顺序执行记录处理。 
(1)解释从访问装置输入的指令。 
(2)取得1块未存储有效的数据的删除块，删除该删除块(1个删除块量)的数据。 
(3)在(2)中删除了数据的删除块中，记录1个区段量的来自访问装置的输入数据。 
(4)在记录了1个区段量的删除块的剩余32个区段中，拷贝其他的删除块的有效的数据。 
这样在针对NAND型闪存器的记录处理中，大致上分类为存在指令解释处理、数据删除处理、数据记录处理的3个处理。 
例如，假定在指令解释处理中需要300msec，在1个区段的数据记录处理中需要200μsec，在1个消除块(16kB)的消除处理中需要2msec的NAND型闪存。当沿着前面表示的记录顺序在该NAND型闪存器中记录1个消除块(16kB)量的数据的情况下，在指令解释中需要3msec，在消除处理中需要2msec，在数据记录处理中需要32×200μsec，合计需要11.4msec的处理时间。同样当记录1个区段(512B)量的数据的情况下，在指令解释中需要3msec，在消除处理中需要2msec，在数据记录处理中需要200μsec+31×200μsec，合计需要11.4msec的处理时间。 
即，在写入16kB(1个消除块.32区段)的数据的情况下和写入512B(1个区段)的数据的情况下，大致花费相同的时间。如果修改在每1个区段的写入中需要的时间进行比较，则记录1个消除块量的数据时的时间变短。在该例子中，虽然说明了未考虑数据转送时间等极端地出现性能差的情况，但即使在实际的NAND型闪存器中也在以删除块单位进行写入时写入时间为最短。 
在此虽然说明了NAND型闪存器的特性，但即使在硬盘和光盘 等中也引起同样的问题。当以不连续地址小的单位记录的情况下，物理性地移动磁头和光头的查找处理频发，花费许多数据的写入之外的时间，使记录速度降低。和NAND型闪存器一样，与以小的单位在不连续的位置上记录相比，具有在连续区域上一并记录的方式能够高速地记录的特性。 
另一方面，存储在信息记录媒体中的数据由文件系统管理，用户能够容易将存储的数据作为文件来处理。作为以往使用的文件系统存在FAT文件系统、UDF文件系统(Universal Disk Format)、NTFS文件系统(New Technology File System)等。用这些文件系统管理数据的存储卡因为在解释同一文件系统的机器之间文件能够共用，所以可以在机器之间授受数据。 
作为文件系统的一例说明FAT文件系统。在图2中表示FAT文件系统的结构。文件系统构筑在信息记录媒体内的物理地址空间上。在FAT文件系统中，存储针对用FAT文件系统管理的区域全体的管理信息的文件系统管理信息区域301存在于逻辑地址空间的开头。接着存在存储文件内的数据等的用户数据区域302。文件系统管理信息区域301含有主引导记录·分区表(MBR·PT)303；分区引导区段(PBS)304；作为区域管理信息的FAT305、306；根目录条目(RDE)307。 
MBR·PT303是将用文件系统管理的逻辑地址空间上的区域全体分割为许多区域，存储用于将该1个个作为分区进行管理的信息的部分。PBS304是存储1个分区内的管理信息的部分。FAT305、306是表示包含在文件中的数据的物理性的存储位置的部分。进而RDE307是存储在根目录之下的文件、目录的信息的部分。此外，FAT305、306因为是表示包含在文件中的数据的物理存储位置的重要的区域，所以一般在文件系统管理信息区域301内存在具有相同信息的FAT305和FAT306，为了安全被双重化。 
将用户数据区域302分割成将全部区域称为簇(cluster)的管理单位进行管理，各簇存储有在包含于文件中的数据。簇的大小一般是512B至32kB左右。当文件大小比簇尺寸还大的情况下，包含在文件 中的数据跨越多个簇被存储，各簇间的联系用存储在FAT305、306中的链接信息管理。 
图3A是表示在FAT文件系统中的目录条目401，图3B是表示FAT305、306，图3C是表示用户数据区域302的各自的一个例子的图。FAT文件系统在RDE307和用户数据区域302的一部分上对存储有文件名和文件大小、文件属性等的信息的目录条目401进行存储。在目录条目401中包含文件名、属性、时间标记、开始簇号码、文件大小。 
图3A的例子所示的目录条目存储涉及文件名是FIFE1.TXT的文件的信息。包含在该文件中的数据的开头部分存储在簇号码10的簇中，文件大小是64000B。此外在图3A中，文件大小是64000B。在此，因为将1簇的大小假定为16384B，所以FILE1.TXT的数据跨越4个簇被存储。 
在FAT305、306中分别存在存在于用户数据区域302中的簇数和同样数量的FAT条目。在作为管理单位的条目信息的各FAT条目中存储各簇的使用状态、各簇间的链接信息。 
在图3B的例子中，作为簇号码10的FAT条目值存储“0x000B(11)”，簇号码10的簇表示与簇号码11的簇链接着。同样地簇号码11作为FAT条目值“0x000C(12)”与簇号码12的簇链接，簇号码12作为FAT条目值“0x000D(13)”与簇号码13的簇链接，簇号码13在FAT条目值上存储“0xFFFF”。 
FAT条目值中的“0xFFFF”因为表示文件的终端，所以FILE1.TXT的数据跨越簇号码10、11、12、13的4个簇被存储。此外，作为簇号码14的FAT条目存储“0x0000”。因为FAT条目值中的“0x0000”表示空簇，所以在簇号码14中未记录有效的数据。 
在用户数据区域302中存储文件数据的实体，在图3C的例子中，在簇号码10、11、12、13的4个簇中记录着FILE1.TXT的数据实体。即，在使用FAT文件系统记录文件数据的情况下，在将文件数据记录在用户数据区域302上的同时，还需要同时记录目录条目401、 FAT305、306。 
在此，设想在用FAT文件系统管理的信息记录媒体中使用便携电影等实时记录运动图像数据的情况。当记录需要这种实时性的数据的情况下，因为运动图像数据的输入速度和其记录的速度不同，所以当数据的输入快的情况下，暂时保持输入数据的缓冲器溢出，数据的记录停止。为了防止它，需要以比输入数据的生成速度还高的速度在信息记录媒体上记录。 
但是闪存器和硬盘、光盘等的信息记录媒体因为具有与前面说明那样的数据的写入时间有关的特性，所以有如果连续以小的单位记录则与输入数据的生成速度相比还是对信息记录媒体的记录速度降低的情况，实时数据的记录有可能停止。 
作为解决这种问题的以往的方法，提出了根据在数据的写入中要求的速度，分开使用区域长度的长的空记录区域和区域长度短的空记录区域的方法(专利文献1(特开平9-251407号公报))。在该方法中，在需要实时数据等的高速记录时通过对区域长度长的空记录区域进行记录来高速记录，当是即使以比较低速的记录也能够容许的静止图像等的数据的情况下，对区域长度短的空记录区域进行记录。通过这样分开使用，在确保实时性的同时，谋求记录区域的有效利用。 
首先用图2和图4说明实时数据的记录处理的顺序。图4是表示在访问装置中的实时数据记录处理的流程的流程图。本流程的处理虽然主要用处于访问装置内的文件系统控制部实施，但在实际在存储卡读写时，从文件系统控制部向访问控制部附送命令，执行数据的读写。 
在实时数据的记录处理中，首先开始读出目录条目(S701)。目录条目存储在图2所示的文件系统管理信息301内的RDE307的区域，或者用户数据区域302的一部分的区域上。以下参照读出的目录条目，确认存储有记录实时数据的文件的开头数据的簇号码(S702)。 
接着，读出FAT305、306，追寻从在S702中确认的簇号码开始的FAT上的链接，取得写入位置的簇号码(S703)。然后，确认为了实时数据的记录是否需要取得新的空记录区域(S704)。当向文件 终端追记的情况下等，判定为需要取得新的空区域的情况下，在FAT上查找空记录区域，进行分配1簇的区域取得处理(S705)。有关区域取得处理的详细以后说明。 
当判定为在S704中不需要取得空记录区域的情况下，或者在S705中完成了空区域的取得的情况下，在作为对象的簇内写入实时数据(S706)。然后确认已经写入到存储卡2中的实时数据的总量，判定记录对象的全数据的写入是否完成了(S707)。当没有完成的情况下，返回步骤S703，当完成的情况下，为了反映伴随实时数据的记录所改变的簇间的链接关系，更新信息记录媒体上的FAT305、306(S708)。最后为了反映文件大小和时间标记等，更新存储卡2上的目录条目(S709)。 
接着，使用图5说明在图4的S705中进行的区域取得处理。首先开始在当前正在参照的参照簇号码(CURRENT_CLU)的值中代入FAT上的搜索开始簇号码(START_CLU)(S801)。搜索开始簇号码是在访问装置的文件系统的控制中也使用的变量。作为具体的值，在存储卡的安装时将表示用户数据区域302的开头的簇号码“2”设定为搜索开始簇号码的值。此外还有在访问装置内保持在前次最后将文件访问的簇号码，在安装时设定在搜索开始簇号码上等的各种方法。 
在此，对设想在安装时作为搜索开始簇号码的值设定为“2”的情况进行说明。在这种情况下，在S801的处理中，在参照簇号码的值中也同样代入“2”。然后参照与存在于FAT305、306上存在的参照簇号码对应的FAT条目值，确认值是否是“0x0000”(S802)。 
当是“0x0000”的情况下，因为参照簇号码的簇是空记录区域，所以在区域取得中成功。因此，将搜索开始簇号码的值更新为参照簇号码表示的号码，将参照簇号码表示的簇作为空簇使用，结束处理(S803，S804)。 
在此S803的搜索开始簇号码的更新如下。当参照簇号码是用户数据区域302的最终簇(LAST_CLU)的情况下，向搜索开始簇号码 的值中代入“2”。在此外的情况下，在搜索开始簇号码的值中代入在参照簇号码中加上1的值。 
此外，在S804的处理中，将与参照簇号码对应的FAT条目值设定为表示使用中的0xFFFF。与此同时，在要现在记录的实时数据之前在文件内存在已记录过的数据，当接着追加实时数据的情况下，将与该记录后的数据存在的位置的簇号码对应的FAT条目值变更设定为表示参照簇号码的值。 
此外，在S802的判定处理中当与参照簇号码对应的FAT条目值不是“0x0000”的情况下，确认以下的条件之一是否也满足条件(S805)。 
(1)参照簇号码的值是比搜索开始号码的值只小1的值。 
(2)参照簇号码的值是最终簇号码，并且搜索开始簇号码的值是“2”。 
当满足上述之一的条件的情况下，因为全部FAT条目值的确认已完成，所以空记录区域不存在，在区域取得中失败。因而一连串的区域取得处理结束，实时数据记录中止(S806)。此外，当在S805的处理中任何条件都未满足的情况下，进行参照簇号码和用户数据区域302的最终簇是否相同的判定(S807)。在相同的情况下，在参照簇号码的值中代入“2”，返回到S802的处理(S808)。在不同的情况下，在参照簇号码的值中加“1”，同样地返回到S802的处理(S809)。 
这样在以往的访问装置中的区域取得处理中，顺序搜索在FAT上存在的全FAT条目值，在上述实时数据的记录中使用最初发现的空簇。 
在以上所示的以往的实时数据的记录处理中，不进行考虑了在目录条目、FAT305、306等的记录、作为更新的FAT更新中需要的时间的区域取得。例如，在即使已取得的空记录区域的区域长度长，其配置在逻辑地址空间上分散的情况下，也有产生数据的输入速度和记录速度不同而不能维持实时性的情况。 
以下使用图面说明该以往的记录处理所具有的问题。图6是在逻 辑地址空间上表示在FAT文件系统中的数据记录位置的一个例子的图。在此，作为在以往的方法中的区域长度长的空记录区域，设想将16kB的簇连续16个簇的合计256kB的区域作为1个记录单位管理的情况。而且，文件系统管理信息区域301是16kB的簇连续32簇的512kB的区域，用户数据区域302是256kB的记录单位连续3998个单位的1023488kB的区域，在图6中，表示从簇号码4994到5014的3个记录单位是空区域，在这些区域上记录文件数据的情况。 
图7表示这种情况下的访问装置内的缓冲器使用量和对信息记录媒体的记录时刻。在图7中，A表示作为缓冲器的初始状态已使用的量，B表示可以存储在缓冲器中的数据最大值。即，如果缓冲器使用量超过最大值B的值，则发生缓冲器溢出，实时数据的记录停止。 
在图6、图7的情况下，在从簇号码4994到5041的区域上记录3个256kB的数据后，更新FAT305、306、目录条目401。在此因为从簇号码4994到5041是连续的区域，所以FAT上的FAT条目位置也接近，在FAT305或者FAT306中，对于其中一方的FAT以512B的更新进行上述3个数据全部的链接信息的更新。在这种情况下，对于合计768kB的数据记录，因为可以仅各更新一次FAT305、306、目录条目401，所以缓冲器使用量不会超过最大值B，能够继续实时记录。 
另一方面，在图8、图9的情况下，因为256kB单位的3个空区域的配置在逻辑地址空间上分散而不连续，所以在每次将256kB的数据记录在1个空区域上时，进行FAT305、306、目录条目401的更新。在此，进行3次FAT305、306、目录条目401的更新。在记录同样的768kB的数据期间多余地进行2次FAT305、306、目录条目401的更新。在该2次的期间，因为数据的记录停止，所以实际的数据记录速度降低。尽管如此因为输入数据的生成大致以一定的速度进行，所以发生缓冲器溢出，实时数据的记录停止。 
作为解决该问题的方法，考虑将记录单位从256kB变更为768kB。但是在存储卡和硬盘等文件的制作、删除特别频繁重复的信 息记录媒体中空记录区域容易分散，因为确保更大的连续记录区域困难，所以不能说是有效的方法。 
在本发明中鉴于上述问题点，提供一种对在文件系统中管理的信息记录媒体，不管空记录区域的配置状态如何都抑制FAT等的更新次数，确保记录时的实时性的信息记录媒体访问装置，以及数据记录方法。 
发明内容
为了解决上述课题，本发明的信息记录媒体访问装置，访问用文件系统管理存储数据的信息记录媒体，所述信息记录媒体访问装置的特征在于包括：区域管理块控制部，将文件系统管理的区域管理信息分割为固定长度块单位，在信息记录媒体访问装置内的存储器上生成存储包含在各固定长度块内的与空区域长度有关的信息的区域管理块信息，在文件数据记录时的区域分配中利用存储在上述区域管理块信息中的信息。 
为了解决上述课题，本发明的信息记录媒体访问装置，访问包含非易失性存储器的信息记录媒体，所述非易失性存储器具备：管理单位即多个簇聚集而成的数据记录区域；保持多个针对上述各簇的1个管理信息单位即条目信息的区域管理信息，所述信息记录媒体访问装置的特征在于：上述区域管理信息具有多个为了在上述数据记录区域上得到以一定数量物理性地连续的簇而组合的由一定数量的上述条目信息组成的区域管理块，具备：上述区域管理块控制部，从上述信息记录媒体读出上述区域管理信息，针对每个上述区域管理块计算空簇数，将上述各区域管理块的上述空簇数和第1阈值比较，在大于等于第1阈值时将该区域管理块作为可以写入数据的区域；存储器，保持与上述各区域管理块和该区域管理块内的空区域长度有关的区域管理块信息。 
在此上述区域管理块控制部，当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的 情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标志作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此，上述第1阈值也可以设为这样的簇数，它能够记录在被连续的t次的文件系统的管理信息更新所夹着的(t-1)次的数据记录期间内最低限度必须记录的文件数据的簇数。 
在此，上述区域管理块控制部，针对每个上述区域管理块，为了在上述数据记录区域中得到2个以上物理性地连续的簇而组合2个以上上述条目信息作为1个组管理，将包含在用各组的条目信息表示的簇全部成为空区域的组中的簇数和上述第1阈值比较，当上述空簇数大于等于上述第1阈值的情况下，将该区域管理块管理的记录区域设为可以记录数据的区域。 
在此，上述区域管理块控制部，当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此上述区域管理块控制部，针对每个上述区域管理块，组合上述2个以上条目信息作为1个槽(slot)管理，当各槽所包含的簇数内的空簇数大于等于第2阈值的情况下将该槽判定为空槽，将在上述区域管理块内的全部的空槽中包含的空簇数和上述第1阈值比较，当上述空簇数大于等于上述第1阈值的情况下，将该区域管理块管理的记录区域设为可以记录数据的区域。 
在此上述区域管理块控制部，当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的 情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此上述区域管理块控制部，参照保持在上述存储器上的上述区域管理块信息，在文件数据记录时分配包含在上述空区域长度是大于等于一定值的上述区域管理块中的空区域。 
为了解决上述课题，本发明的数据记录方法，将文件系统管理的区域管理信息分割成固定长度块单位，在信息记录媒体访问装置内的存储器上生成存储包含在各固定长度块内的与空区域长度有关的信息的区域管理块信息，在文件数据记录时的区域分配中利用存储在上述区域管理块信息中的信息。 
为了解决上述课题，本发明的数据记录方法是访问包含非易失性存储器的信息记录媒体的数据记录方法，所述非易失性存储器具备：管理单位即多个簇聚集而成的数据记录区域；保持多个针对上述各簇的1个管理信息单位即条目信息的区域管理信息，所述数据记录方法的特征在于：上述区域管理信息具有多个为了在上述数据记录区域上得到以一定数量物理性地连续的簇而组合的由一定数量的上述条目信息组成的区域管理块，从上述信息记录媒体读出上述区域管理信息，针对每个上述区域管理块计算空簇数，将上述各区域管理块的上述空簇数和第1阈值比较，在大于等于第1阈值时将该区域管理块作为可以写入数据的区域；将与上述各区域管理块和该区域管理块内的空区域长度有关的区域管理块信息保持在存储器中。 
在此当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标 志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此，上述第1阈值也可以设为这样的簇数，它能够记录在被连续的t次的文件系统的管理信息更新所夹着的(t-1)次的数据记录期间内最低限度必须记录的文件数据的簇数。 
在此，针对每个上述区域管理块，为了在上述数据记录区域中得到2个以上物理性地连续的簇而组合2个以上上述条目信息作为1个组管理，将包含在用各组的条目信息表示的簇全部成为空区域的组中的簇数和上述第1阈值比较，当上述空簇数大于等于上述第1阈值的情况下，将该区域管理块管理的记录区域设为可以记录数据的区域。 
在此，当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此针对每个上述区域管理块，在上述数据记录区域中为了得到大于等于2个的物理性地连续的簇而组合上述2个以上条目信息作为1个槽管理，当各槽所包含的簇数内的空簇数大于等于第2阈值的情况下将该槽判定为空槽，将在上述区域管理块内的全部的空槽中包含的空簇数和上述第1阈值比较，当上述空簇数大于等于上述第1阈值的情况下，将该区域管理块管理的记录区域设为可以记录数据的区域。 
在此当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值，以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是可以使用的标志，作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域是不能使用的标志作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
在此参照保持在上述存储器上的上述区域管理块信息，在文件数 据记录时分配包含在上述空区域长度是大于等于一定值的上述区域管理块中的空区域。 
如果采用本发明，则当对用文件系统管理的信息记录媒体记录实时数据的情况下，不管空记录区域的配置状态如何可以保证记录时的实时性。 
附图说明
图1是表示在闪存器中的删除块和区段的关系的一个例子的说明图。 
图2是表示FAT文件系统的结构的说明图。 
图3A是表示FAT文件系统中的目录条目的一个例子的说明图。 
图3B是表示FAT文件系统中的FAT的一个例子的说明图。 
图3C是表示FAT文件系统中的用户数据区域的一个例子的说明图。 
图4是表示以往的访问装置中的实时数据的记录处理的流程图。 
图5是表示以往的访问装置中的空区域取得处理的流程图。 
图6是表示FAT文件系统中的数据记录位置的一个例子的说明图。 
图7是表示访问装置内的缓冲器使用量和对信息记录媒体的记录时刻的的一个例子的说明图。 
图8是表示FAT文件系统中的数据记录位置的一个例子的说明图。 
图9是表示访问装置内的缓冲器使用量和对信息记录媒体的记录时刻的的一个例子的说明图。 
图10表示本发明的实施方式中的信息记录媒体访问装置和存储卡的说明图。 
图11是表示在本发明的实施方式的访问装置中的存储卡插入时的一连串处理流程的流程图。 
图12是表示在本发明的实施方式中的区域管理块控制部中管理 FAT时的管理单位的一个例子的说明图。 
图13是表示在本发明的实施方式中的区域管理块信息的生成处理的流程图。 
图14是表示本发明的实施方式中的区域管理块信息的的一个例子的说明图。 
图15是表示本发明的实施方式的访问装置中的实时数据的记录处理的流程图。 
图16A是表示本发明的实施方式的访问装置中空区域取得处理的流程图。 
图16B是表示在本发明的实施方式的访问装置中的空区域取得处理的流程图。 
图17是表示在本发明的实施方式的区域管理块控制部中管理FAT时的FAT状态的一个例子的说明图。 
图18是表示在本发明的实施方式中的访问装置内的缓冲器使用量和对信息记录媒体的记录时刻的的一个例子的说明图。 
图19A是表示在本发明的实施方式中的区域管理块信息的生成处理的流程图。 
图19B是表示在本发明的实施方式中的区域管理块信息的生成处理的流程图。 
图20是表示在本发明的实施方式中的搜索完，块再判定的处理的流程图。 
图21是表示本发明的实施方式的区域管理块信息的生成处理过程中的各值的关系的图。 
图22A是表示用本发明的实施方式中的多个簇构成的记录单位和槽的图。 
图22B是表示用本发明的实施方式中的多个簇所构成的记录单位和槽的图。 
符号说明 
1：访问装置，2：存储卡，13：端子，15：应用程序控制部，16： 文件系统控制部，17：访问控制部，18：区域管理块控制部，19：区域管理块信息，21：主I/F部，25：非易失性存储器，301：文件系统管理信息区域，302：用户数据区域，303：主引导记录/分区表，304：分区引导区段，307：根目录条目，401：目录条目。 
具体实施方式
以下，参照附图说明本发明的实施方式。在本实施方式中，作为信息记录媒体以使用在FAT文件系统中管理的存储卡的情况为例子进行说明。图10是本实施方式中的信息记录媒体访问装置1(以下，假设为访问装置1)和作为信息记录媒体的存储卡2的结构图。访问装置1包含CPU11、RAM12、端子13、ROM14。 
端子13是访问装置1和存储卡2的连接部，经由该端子13进行读出/写入等的各种指令、数据的发送接收。ROM14存储控制访问装置1的程序，该程序将RAM12作为暂时存储区域使用，在CPU11中工作。 
ROM14包含图10未记载的触摸板/键盘等的输入装置的控制、LCD.扬声器等的输出装置的控制、存储在存储卡2上的AV数据的重放控制、对存储卡2的AV数据的记录控制等的，进行访问装置1提供给用户的服务全体的控制的应用程序控制部15。此外ROM14还包含进行构筑在存储卡2的非易失性存储器25上的文件系统的控制的文件系统控制部16；进行针对存储卡2的指令发送接收的访问控制部17。 
文件系统控制部16进一步包含将固定长度的块作为单位管理FAT1、FAT2，进行空记录区域的控制的区域管理块控制部18。区域管理块控制部18在作为存储器的RAM12上生成存储表示能够将FAT1、FAT2分割成固定长度的各FAT块的空记录区域和有效性的信息的区域管理块信息19，在空区域的控制中使用它。 
此外，图10的存储卡2包含主I/F21、CPU22、RAM23、ROM24、非易失性存储器25。主I/F21是用于和访问装置1发送接收各种指令 和数据的接口。 
在ROM24上存储控制存储卡2的程序。该程序将RAM23作为暂时存储区域使用，在CPU22上工作。此外，非易失性存储器25是存储并保持从访问装置1输入的用户数据的存储器，将闪存器等的半导体存储器作为记录元件使用。此外，在该非易失性存储器25的记录区域上根据文件系统管理信息即主引导记录/分区表(MBR·PT)、分区引导区段(PBS)、FAT1、FAT2、根目录条目(RDE)构筑文件系统。访问装置1以遵循该文件系统以文件单位管理用户数据。 
以下，对于在本实施方式的访问装置1中的存储卡2插入时的处理，使用图11至图14说明。进而详细说明作为本实施方式的特征的，区域管理块控制部18、在RAM12上生成的区域管理块信息19。 
图11表示本实施方式的访问装置1中的存储卡2插入时的一连串的处理流程。首先，如果在访问装置1的端子13上插入存储卡2，则从与端子13连接的信号线向CPU11发送通知存储卡2的插入的信号，检测存储卡的插入(S101)。 
CPU11如果接收到存储卡2的插入通知信号，则起动访问控制部17用访问控制部17的程序实施存储卡2的初始化处理(S102)。在该初始化处理中，访问装置1开始对存储卡2的电力和时钟脉冲的提供，将初始化指令输入到存储卡2。接收到初始化指令的存储卡2对内部的非易失性存储器25开始供给电力。其后，进行记录数据的错误检测、逻辑地址·物理地址变换表的生成等，用于从访问装置1访问存储卡2的非易失性存储器25的准备。 
如果初始化处理完成，则存储卡2向访问装置1通知初始化完成。接着在访问装置1中CPU11起动文件系统控制部16，经由访问控制部17，从存储卡2的非易失性存储器25的文件系统管理信息区域读出文件系统管理信息(S103)。文件系统控制部16确认读出的文件系统管理信息的内容，确认在存储着的信息中是否没有错误，是否能够进行文件系统的控制(S104)。 
在将簇大小设置成0的情况，和当原本应该存储的识别符没有被 存储的情况等，在文件系统管理信息中有错误的情况下，设访问装置为未插入存储卡的非安装状态，则不进行后面接着的安装用的处理，结束一连串的初始化处理(S105，S106)。当在存储卡2的文件系统上发生某些问题的情况下变成非安装状态。在这种情况下，只要未构筑再格式化等正确的文件系统，则访问装置1不进行针对存储卡2的安装处理，不实现文件系统处理。 
相反，当在文件系统管理信息中没有错误的情况下，文件系统控制部16实施存储卡2的安装处理(S107)。在安装处理中，文件系统控制部16从文件系统管理信息中抽出对存储卡2的文件系统访问所需要的信息(记录着各种管理信息的地址、簇大小等)，并保持在RAM 12上。 
以下，CPU11起动区域管理块控制部18，生成区域管理块信息19(S108)。S108的详细的处理内容以后说明。最后如果完成区域管理块信息19的生成，则访问装置1将表示存储卡是安装状态的标志保持在RAM12中，结束一连串的初始化处理(S109)。当设定在安装状态的情况下，在S107的安装处理中使用保持在RAM12上的信息，可以访问构筑在存储卡2上的文件系统。 
说明S108的区域管理块信息19的生成处理。在区域管理块信息19中，使用将FAT1、FAT2分为512B等的固定长度的块单位的FAT块。生成存在于各FAT块管理的用户数据区域中的空记录区域长度的信息、表示该空记录区域长度是否大于等于阈值的标志，将这些作为区域管理块信息19保持在RAM12上。至此是区域管理块信息19的生成处理的过程。 
首先，从FAT1、FAT2的管理方法说明。图12是表示用区域管理块控制部18管理FAT1、FAT2时的管理单位的一个例子的图。在此，作为文件系统设为以16位单位管理FAT条目的FAT16文件系统。此外，各参数将簇的大小设为16kB，将FAT块的大小设为512B，将FAT的大小设为N×512B。即FAT块是将FAT分成固定长度的块而制作的块，将FAT分为N个FAT块。 
区域管理块控制部18从表的开头顺序以FAT块大小的单位划分FAT1、FAT2，管理空记录区域长度的信息。在图12的例子中，包含在FAT块1个中的FAT条目值表示与簇256个有关的信息，这是4MB量的用户数据区域的区域管理信息。 
可以用FAT块以4MB单位来划分用户数据区域。但是，用户数据区域的大小因为未限制在4MB的倍数长度，所以FAT块N的终端附近的FAT条目实际上不使用，也不使用与之对应的用户数据区域。进而，在FAT1、FAT2的开头存在的2个FAT条目存储用于识别FAT的识别符，FAT块1管理的区域实际上变成(4MB-16kB×2)量的用户数据区域。 
接着以使用了FAT块的用户数据区域的管理方法为基准，使用图13说明区域管理块信息19的生成处理流程。在区域管理块信息19的生成处理中，首先将表示当前正参照的FAT块的号码的COUNTER的值设定为“1”(S201)。以下，参照与COUNTER表示的号码对应的FAT块1内，计算FAT块1内的空簇数(EMPTY_CLU_NUM)(S202)。 
具体地说，判定用COUNTER指定的FAT块内的2字节单位的值。如果FAT条目的值是“0x0000”则判定为对应的簇空闲，作为1个空簇计数。针对用COUNTER指定的在FAT块内存在的全部的FAT条目重复该处理，计算存在于FAT块内的空簇的总数。 
此时，当COUNTER是“1”的情况下，不参照开头的2个FAT条目，对包含在剩下的部分中的全FAT条目进行上述2字节单位的判定，计算空簇数。此外，当COUNTER是“N”的情况下，对于除去在FAT块N内实际未使用的终端附近的FAT条目的剩下的有效的FAT条目进行上述判定，计算空簇数。 
以下，如果决定了空簇数，则进行该值是否大于等于阈值的判定(S203)。有关阈值的详细以后说明，但在此作为一例说明将阈值设定在“100”的情况。当空簇数大于等于“100”的情况下，因为是大于等于阈值的值，所以将表示FAT块的有效性的标志(FLAG)设定为“有 效(VALID)”(S204)。此外，当空簇数不足“100”的情况下因为是不足阈值的值，所以将标志设定为“无效(INVALID)”(S205)。 
以下，在区域管理块信息19内作为第COUNTER的FAT块的信息存储计算出的空簇数和标志的值(S206)。此后，当COUNTER是“N”的情况下，因为相对全部的FAT块的处理结束，所以不返回S202并结束处理(S207)。当COUNTER不是“N”的情况下，在COUNTER上加“1”，返回到S202的处理(S208)。 
图14表示这样生成的区域管理块信息19的一个例子。区域管理块信息19由FAT块数(在此例子中是“N”)的信息构成，对于各FAT块，存储包含在FAT块中的空簇数和标志。 
在图14的例子中作为判定FAT块的有效性的阈值设为“100”，因为FAT块3、FAT块4的空簇数分别不足“100”，所以存储有“INVALID”的标志。 
图15是表示在访问装置中的实时数据的记录处理的流程图。上述那样制作的区域管理块信息在图15所示的实时数据的记录时的空区域取得处理中使用。接着使用图15、图16A、图16B说明本实施方式中的空区域取得处理。 
图16A、图16B是在图15的S305中进行的空区域取得处理的流程图。该空区域取得处理是以区域管理块信息为基础分配空区域的处理。FAT1、FAT2设想分割成N个FAT块来管理。在图16A、图16B的空区域取得处理中，首先开始计算包含与FAT上的搜索开始簇号码对应的FAT条目的搜索开始FAT块号码(START_FAT_BL_NO)(S401)。初始状态的搜索开始簇号码成为表示开头的簇号码的2。 
使用FAT16文件系统，当FAT块尺寸是512B的情况下，搜索开始FAT块号码的计算式如下。 
搜索开始FAT块号码＝Ip(搜索开始簇号码×2/512)+1 
在此Ip(X)表示X的整数部分。例如当搜索开始簇号码是“300”的情况下，搜索开始FAT块号码变成“2”。 
以下，在将搜索开始簇号码代入当前正在参照的参照簇号码的值中的同时，在当前正在参照的参照FAT  块号码(CURRENT_FAT_BL_NO)上代入搜索开始FAT块号码(S402)。 
以下参照区域管理块信息19确认与参照FAT块号码对应的FAT块的标志是否是“VALID”(S403)。当是“VALID”的情况下，在与参照FAT块号码对应的FAT块内试着取得空簇(S404)。 
具体地说，在当前正在参照的FAT块内，从与参照簇号码对应的FAT条目中顺序确认值，搜索作为“0x0000”的FAT条目。此时，在每次确认1个FAT条目时在参照簇号码的值上加“1”，更新当前正在参照的簇号码。 
当直到当前正在参照的FAT块的终端为止搜索结束后，或者参照簇号码的值超过用户数据区域302的终端的簇号码之前期间发现了“0x0000”的FAT条目的情况下，在区域取得中成功(S405)。接着，将取得的空簇的簇号码代入到搜索开始簇号码，并更新START_CLU(S406)。将取得的空簇使用在实时数据记录中(S407)并结束处理。在该处理中，具体地说实施和S803、S804一样的处理。 
此外，当没有发现“0x0000”的FAT条目的情况下，或者在S403的判定中是“INVALID”的情况下，确认以下的条件之一是否也满足条件(S408)。 
(1)参照FAT块号码是比搜索开始FAT块号码只小1的值。 
(2)参照FAT块号码的值是“N”，搜索开始FAT块号码是“1”。 
当满足其中之一的条件的情况下，因为表示全部FAT块的区域搜索已全部结束，所以在实时数据的记录中能够使用的空记录区域不存在。即因为在空记录区域的取得中失败，所以一连串的记录区域的取得处理结束，实时数据记录变成中止(S409)。 
此外，当在S408的处理中任何条件都没有满足的情况下，确认参照FAT块号码的值是否是“N”(S410)。当是“N”的情况下，在参照FAT块号码的值中代入“1”，返回到S403的处理(S411)。当不是“N”的情况下，在参照FAT块号码的值中加“1”，返回到S403的处 理(S412)。这样在本实施方式的访问装置1中的区域取得处理中，只将标志是“VALID”的FAT块作为空区域搜索的对象。 
用图17、图18说明在实施了图16A、图16B的区域取得处理时的实时数据记录时的FAT更新的时刻和存储器使用量的变化。图17是表示区域管理块信息是图14的情况下的FAT1、FAT2的状态的图。用斜线表示的FAT块3和FAT块4因为空簇数不足阈值的100，所以在实时数据的记录中不能使用。在该FAT的状态中当搜索开始簇号码的值是“2”的情况下如果记录实时数据，则访问装置1内的缓冲器使用量和对存储卡2的记录时刻变成图18所示那样。 
在实时数据记录开始后的状态中，首先在包含于FAT块1中的空区域上记录154簇的实时数据。接着进行FAT1、FAT2、目录条目的记录。把该处理统一称为FAT更新。在该FAT1、FAT2的记录中，因为更新部分在FAT块1中受到限制，所以更新量只是1FAT块量。 
接着在包含于FAT块2中的空区域上记录234簇的实时数据。其后，同样地进行FAT更新，即记录FAT1、FAT2、目录条目，但这种情况下更新部分也只变成FAT的1块。 
接着FTA块3、FAT块4因为图14表示的区域管理块信息19内的标志变成“INVALID”，所以在实时数据的记录中不使用。因而在包含在以下的FAT块5中的178簇的空区域上记录实时数据。此后也同样地进行FAT更新，即虽然记录FAT1、FAT2、目录条目，但这种情况下更新部分也仅为FAT的1块。 
这样通过只在包含于区域管理块信息19内的标志变成“VALID”的FAT块中的空记录区域上记录实时数据，FAT更新量始终只为FAT的1块，保证了连续的2个FAT更新和在FAT更新期间记录的实时数据量成为大于等于阈值的簇数。因此，防止因FAT频繁发生更新所引起的缓冲器溢出，可以保证实时数据记录时的实时性。 
如上所述，能够用阈值的设定将数据记录的速度确保在一定速度以上。以下说明该阈值的决定方法。在此说明的阈值称为第1阈值(BORDER)，表示在被连续的t次的FAT更新所夹着的(t-1)次 的数据记录的期间内最低限度记录所需要的实时数据的量。它用于在决定是否将包含在各FAT块中的空区域在实时数据记录中使用。首先，说明在被连续的2次FAT更新所夹着的数据记录期间内，根据最低限度需要记录的实时数据量决定BORDER的情况。将在该t＝2中的BORDER特别设定为BORDER-1。 
在说明BORDER-1的决定方法时，将FAT1、FAT2、目录条目的合计3个写入定义为1组的FAT更新，将1组的FAT更新的处理时间(T_FAT，以下设为Tf)设为100msec。此外，将访问装置1记录的实时数据的位速率(TARGET_RATE，以下设为Tr)设为3MB/s，将在存储卡2中记录实时数据的速率(REC_RATE，以下设为Rr)设为4MB/s。 
这种情况下，用下式计算在实时数据1秒钟的记录中所需要的时间(T_DATA，以下设为Td)。 
Td＝(Tr/Rr)×1000 
即，计算出Td＝750msec。此外，在每1秒时可以实施的FAT更新次数(Fc)用以下的式子计算。 
Fc＝(1000-Td)/Tf 
即，计算出Fc＝2.5次。因此，在被连续的2组的FAT更新所夹着的数据记录期间内最低限度记录需要的簇数用下式计算。 
BORDER-1＝Rr×Td/1000/Fc/Cs 
Cs表示簇大小，在簇大小是16kB的情况下，算出BORDER-1＝76.8。即，作为BORDER-1设定“77”，如果使用大于等于BORDER-1的数的簇，则在该例子中能够保证实时数据记录时的实时性。 
接着，以下表示本实施方式的变形例子。在上述的方法中将不足BORDER-1的FAT块作为“INVALID”处理，不会在实时数据的记录中使用该FAT块管理的记录区域。但是在该FAT块的之前或者之后，如果能够组合管理大的空间记录区域的FAT块，则在上述的例子中即使变成“INVALID”的FAT块也能够使用。有关这种情况下的阈值 的决定以下说明。 
在此，说明在被连续3次的FAT更新所夹着的2个数据记录期间内根据最低限度记录所需要的实时数据的量决定BORDER的情况。该BORDER相当于在前面说明的BORDER的定义中t＝3的情况。将本次的BORDER特别设为BORDER-2。在说明中使用的FAT更新的定义、作为Tf、Tr、Rr、Td、FAT更新次数的FAT_COUNT(Fc)、作为簇大小的CLU_SIZE(Cs)的定义如前面所示那样。 
在这种情况下的BORDER-2的决定因为在2个数据记录期间内最低限度记录需要的实时数据的量成为基础，所以用以下的式子求得。 
BORED-2＝Rr×Td/1000/Fc/Cs×2 
当Cs是16kB的情况，计算出BORDER-2＝153.6。即，作为BORDER-2设定“154”，如果使用大于等于BORDER-2的数的簇，则能够保证实时数据记录时的实时性。 
这样，当考虑被连续3次的FAT更新所夹着的2个数据记录期间的情况下，因为区域管理块信息的生成处理和图13不同，所以以下使用图19A、图19B以及图20说明。 
在图19A、图19B中，首先将表示当前正在参照的FAT块的号码的COUNTER的值设定为“1”(S501)。计算COUNTER的值表示的FAT块内空簇数，设为WORK1(S502)。以下，确认COUNTER的值是否是“N”(S503)。虽然COUNTER的值从“1”开始，但以后的处理，因为从S513的循环返回的COUNTER的值是比“1”大的值，所以在S503中进行是否是“N”的判断。 
COUNTER的值如果不是“N”，则算出在COUNTER的值上加上1的号码的FAT块内的空簇数并设为WORK2(S505)。当前的COUNTER的值因为是“1”，所以将作为第2个FAT块的FAT块2的空簇数设为WORK2。但是如果COUNTER的值是“N”，则表示正在参照最后的FAT块即FAT块N，以下接着的FAT块不存在，所以WORK2设为“0”(S504)。 
接着，对前面求得的WORK1和WORK2进行合计，求空簇数(S506)。将求得的空簇数的值和预先决定的BORDER-2进行比较(S507)。当空簇数大于等于BORDER-2的情况下，COUNTER的值表示的FAT块因为能够在实时数据的记录中使用，所以为了表示该FAT块相对实时数据的记录有效，将标志设定为“VALID”(S508)。在区域管理块信息内，存储该“VALID”的标志和WORK1以作为COUNTER的值表示的FAT块的信息(S511)。 
相反，当空簇数不足BORDE-2的情况下，COUNTER的值表示的FAT块不能在实时数据的记录中使用。此时，因为表示该FAT块在实时数据的记录中不是有效，所以将标志设定为“INVALID”(S509)。 
使用图20说明S509的下一搜索结束后块再判定的处理(S510)。首先，判断COUNTER的值是否是“1”(S601)，如果是“1”则进入S511，将INVALID”的标志和WORK1在区域管理块信息内作为COUNTER的值表示的FAT块的信息存储。如果COUNTER的值不是“1”，则从COUNTER的值中减去1作为L_COUNTER(S602)。 
求L_COUNTER的值表示的FAT块内的空簇数作为L_WOEK(S603)，如果将该L_COUNTER和在S507中使用的BORDER-2比较(S604)。如果L_WORK大于等于BORDER-2，则结束图20的流程所示的处理并进入S511，将INVALID”的标志和WORK1在区域管理块信息内作为COUNTER的值表示的FAT块的信息存储。 
如果L_WORK不足BORDER-2，则作为区域管理块信息内的L_COUNTER的值表示的FAT块的信息存储“INVALID”的标志(S605)。 
以下，进行L_COUNTER的值是否是“1”的判定(S606)。如果L_COUNTER的值不是1，则从L_COUNTER的值中减去1(S607)，向着S603循环重复同样的处理。但是，表示L_COUNTER的值是“1”表示正在参照FAT块的开头即FAT块1，因为在此之前不存在应该参照的FAT块，所以终止搜索结束后块再判定的处理 (S510)，进入S511在区域管理块信息内存储“INVALID”的标志和WORK1以作为COUNTER的值表示的FAT块的信息。 
返回到图19A、图19B，S511的处理之后判定当前的COUNTER的值是否是“N”(S512)。如果不是“N”则在COUNTER的值上加1(S513)，向S502循环进行同样的处理，在COUNTER变成“N”为止重复同样的处理。在是“N”时表示正在参照当前FAT块N，因为在此以后应该参照的FAT块不存在，所以终止区域管理块信息生成处理。 
对于上述的区域管理块信息的生成处理，在COUTTER、WORK1、WORK2中使用实际的数值，参照图14、图19A、图19B和图20、图21说明。图21的WORK1、WORK2使用图14的空簇数，各FAT块的空簇数使用相同的数字。在此BORDER-2设定为154。 
在S501中，如果设COUNTER的值为1，则在S502中的WORK1是FAT块1表示的154。在S503中因为COUNTER的值不是“N”，所以WORK2是FAT块2表示的234，在S506中2个FAT块的合计的空簇数变成388。根据S507的比较，因为空簇数大于等于BOEDER-2的值即154，所以在S508中将与FAT块1有关的标志设置成“VALID”。转移到S511，如COUNTER的值那样，作为FAT块1的信息将WORK1设为154，将标志设为“VALID”存储在区域管理块信息内。在S512中，因为COUNTER的值不是“N”而是“1”，所以转移到S513在COUNTER的值上加1，将COUNTER的值设置为2进入S502。 
如果COUNTER的值是2，则在S505中WORK1是234，WORK2是23，S506的合计空簇数变成257。这也是因为在S507中判定为大于等于BORDER-2，所以在S511中作为FAT块2的信息将WORK1设成234，将标志作为“VALID”存储在区域管理块信息内。在S513中在COUNTER的值上加1，将COUNTER的值设成“3”在S502中循环。 
在CUONTER的值是3时，在S505中WORK1是23，WORK2 是56，S506的合计空簇数变成79。该值在S507中因为不大于等于BORDER-2的值，所以在S509中将与FAT块3有关的标志设为“INVALID”。 
以下，转移到S510的处理，在图20的S601中判断COUNTER的值是否是1。因为当前的COUNTER的值是“3”，所以在S602中，L_COUNTER(＝COUNTER-1)的值为“2”。在S603中因为L_COUNTER的值是“2”，所以算出FAT块2内的空簇数L_WORK，在L_WORK的值中得到234。该L_WORK并不是2个FAT块的空区域的合计，而只是FAT块2的空区域，但即使这样因为大于等于BORDER-2，所以即使和FAT块3组合也可以在实时数据的记录中使用，维持FAT块2的“VALID”的标志。 
如果这里的L_WORK是131，则FAT块2的标志已经变成“VALID”，但因为不足BORDER-2所以在S605的处理中将FAT块2的标志设定为“INVALID”。该处理的依据可以说明如下。即，因为FAT块3的标志为“INVALID”，表示空簇数是0，所以在和FAT块3的组合中不大于等于BORDER-2，FAT块2也不能使用。在COUNTER的值成为“N”为止重复这种处理，对FAT块号码生成具备WORK1和标志的区域管理块信息。 
通过生成并使用这种区域管理块信息，FAT更新的次数不被用户数据区域302内的空记录区域的配置状态所左右，可以防止缓冲器溢出，可以保证实时数据记录时的实时性。进而，在本发明的访问装置中因为不需要包含在FAT块内的空记录区域必须连续，所以即使在小的空记录区域分散并存在于FAT块内的情况下也能够抑制FAT更新的次数，记录实时数据，可以高效率地使用用户数据区域302内的空记录区域。 
至此，说明了本发明的实施方式，但本发明并不限于上述的实施方式，在不脱离本发明的主旨的范围中可以改变。在本实施方式中说明的各种数值是一个例子，能够改变为其他的值实施本发明。 
例如虽然作为FAT块大小说明了512B的情况，但即使变为16kB 等也可以。此外，虽然说明了在存储卡插入时生成区域管理块信息19的情况，但也可以在从取入静止图像的数据的模式切换到取入运动图像的数据的模式时，和访问装置的电源接入时等插入后的任意的时刻生成。进而，在更新FAT1、FAT2时可以逐次更新区域管理块信息19的内容。 
此外，作为信息记录媒体以存储卡为例进行了说明，但如果是具有在小单位时的记录比较低速，大单位时的记录比较高速那样的特征的信息记录媒体，则也可以使用硬盘和光盘等其他种类的信息记录媒体。 
当是用硬盘等始终与访问装置1连接的信息记录媒体的情况下，只要在和对访问装置1接入电源的同时，或者在使用信息记录媒体之前实施和图11一样的处理即可。在这种情况下，不需要S101、S102的处理，如果需要则代之以只要插入信息记录媒体固有的初始化处理即可。 
此外，在本实施方式中作为文件系统以FAT文件系统为例子进行了说明，但也可以使用此外的文件系统。例如，在UDF文件系统中用被称为Space Bit Map的位图进行空记录区域的管理。当将本发明适用到UDF文件系统的情况下，代替FAT块，只要使用将Space BitMap分为固定长度的块单位管理的Space Bit Map控制即可。 
至此，说明了对只存在不足BORDER-1或者不足BORDER-2的空记录区域的FAT块不记录实时数据的内容。但是，通过对这样的FAT块记录不需要实时性的静止图像等的数据，可以进一步高效率地使用记录区域。 
在本实施方式中，说明将在前面说明的BORDER的定义中的t＝2和t＝3的情况。但是，不管这些t的值如何，都可以在t中设定大于等于4的值。通过这样，即使是空记录区域量少的FAT块，如果在其前后有空记录区域量多的FAT块，则可以进行实时数据的记录，能够更高效率地使用空记录区域。 
进而，在本实施方式中，说明了算出“包含在该FAT块内的全空 簇数”，并和BORDER-1或者BORDER-2进行比较决定标志的方法，但可以进行如下变更。 
(1)有将连续的多个FAT条目作为1个数据记录单位的方法。例如，图22A表示1个FAT块，四边形的每一个是FAT条目。○标记、×标记表示该FAT条目管理的簇的状态，○标记表示簇是空闲，×标记表示在簇中已经记录有有效的数据。如图所示，从开头的FAT条目顺序将每两2个作为1个数据记录单位构成组，当包含在该数据记录单位内的2个FAT条目是○标记的情况下，将该数据记录单位设为空数据记录单位。接着，将包含在FAT块内的“空数据记录单位”管理的空簇的数和BORDER-1或者BORDER-2进行比较决定表示可以、不可以使用FAT块的标志。由此能够在实时数据的记录中使用2个连续的空簇。 
(2)作为另一方法，考虑用连续的多个簇构成1个槽。例如图22表示从开头的FAT条目开始顺序将每8个组成1个组构成槽的状态。图22B也表示1个FAT块，四边形、○标记、×标记表示的意思也和(A)相同。现在，1个槽内的○标记的数，槽(1)是5个，(2)是6个，(3)是2个，(4)是4个。○标记因为表示该FAT条目管理的簇空闲，所以槽(1)管理5个空簇，槽(2)、(3)、(4)也管理和○标记同样数量的空簇。在此，为了选择管理大于等于一定数的空簇的槽导入第2阈值。第2阈值是在1个槽中要确保的最少的空簇的数，在和1个槽内的○标记的数比较中使用。在此如果将第2阈值设成5，则槽(1)和(2)的○标记大于等于5，成为大于等于第2阈值的槽，槽(3)和(4)成为小于等于第2阈值的槽。将大于等于该第2阈值的槽(1)和(2)作为空槽处理，对包含在1个FAT块内的全部的空槽中的○标记，即空簇的数进行合计，将该合计与BORDER-1或者BORDER-2进行比较。通过该比较决定表示可以、不可以使用FAT块的标志。 
在(2)中说明的槽和在前面的(1)中斜述的记录单位不同。以槽、记录单位都连续的多个簇构成，以更高速进行实时数据的记录为 目，但在构成中使用的簇的数不同，槽用更多的簇构成。 
例如，当使用了闪存器的存储卡的情况下，因为记录在删除块大小内的数据量和记录速度的关系大致呈接近比例的关系，所以如果增加记录在删除块大小内的数据量，则记录速度也变成高速。因此，将管理构成1个删除块的簇(在此，是32簇)的全部的FAT条目作为1个槽设定，用大于等于1个的槽(在此，是8个槽)构成FAT块。进一步，如果只选择大于等于一定数的空记录区域存在的槽，则用1次的删除能够记录的新的数据量也保持在一定的量以上，可以保证高速的记录速度。 
此外，说明在区域管理块信息19中存储标志的例子，但在S403的判定处理中每次如果比较第1阈值和空簇数则不要标志，并且不需要在区域管理块信息19中存储标志。 
涉及本发明的访问装置对于用文件系统管理的信息记录媒体，以固定长度的块单位管理FAT等的区域管理信息，只将包含在区域管理信息块中的空记录区域用于实时数据的记录，所述区域管理信息块包含大于等于阈值的空记录区域。由此，不管用户数据区域内的空记录区域的配置状态如何，可以防止因FAT频繁发生更新而引起的缓冲器溢出，保证实时数据记录时的实时性。这种访问装置可以作为实时记录运动图像数据、声音数据等的移动电影院、DVD机、HDD机、带记录器功能的数字电视、数字静态照相机、IC记录器等利用。 

Claims (6)

1.一种数据记录装置，访问包含非易失性存储器的信息记录媒体，所述非易失性存储器具备：多个作为管理单位的簇聚集而成的数据记录区域；保持多个针对上述各簇的1个管理信息单位即条目信息的区域管理信息，所述数据记录装置的特征在于：
上述区域管理信息具有多个由为了在上述数据记录区域上得到一定数量的物理性地连续的簇而组合的一定数量的上述条目信息组成的区域管理块，
所述数据记录装置具备：
区域管理块控制部，从上述信息记录媒体读出上述区域管理信息，针对每个上述区域管理块，为了在上述数据记录区域上得到2个以上的物理性地连续的簇而组合2个以上上述条目信息作为1个槽来管理，当各槽所包含的簇内的空簇数大于等于第2阈值的情况下将该槽判定为空槽，将在上述区域管理块内的全部的空槽中包含的空簇数和第1阈值比较，在大于等于第1阈值时将该区域管理块管理的记录区域作为能写入数据的区域；
将与上述各区域管理块和该区域管理块内的空区域长度有关的区域管理块信息保持在存储器中的单元。
2.根据权利要求1所述的数据记录装置，其特征在于：
上述第1阈值是能够记录在被连续的t次的文件系统的管理信息更新所夹着的t-1次的数据记录期间内最低限度必须记录的文件数据的簇数。
3.根据权利要求1所述的数据记录装置，其特征在于：
上述区域管理块控制部，当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值、以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域能使用的标志作为上述区域 管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域不能使用的标志作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。
4.一种数据记录方法，是访问包含非易失性存储器的信息记录媒体的数据记录方法，所述非易失性存储器具备：多个作为管理单位的簇聚集而成的数据记录区域；保持多个针对上述各簇的1个管理信息单位即条目信息的区域管理信息，所述数据记录方法的特征在于：
上述区域管理信息具有多个由为了在上述数据记录区域上得到一定数量的物理性地连续的簇而组合的一定数量的上述条目信息组成的区域管理块，
从上述信息记录媒体读出上述区域管理信息，针对每个上述区域管理块，为了在上述数据记录区域上得到2个以上的物理性地连续的簇而组合2个以上上述条目信息作为1个槽来管理，当各槽所包含的簇内的空簇数大于等于第2阈值的情况下将该槽判定为空槽，将在上述区域管理块内的全部的空槽中包含的空簇数和第1阈值比较，在大于等于第1阈值时将该区域管理块管理的记录区域作为能写入数据的区域；
将与上述各区域管理块和该区域管理块内的空区域长度有关的区域管理块信息保持在存储器中。
5.根据权利要求4所述的数据记录方法，其特征在于：
上述第1阈值是能够记录在被连续的t次的文件系统的管理信息更新所夹着的t-1次的数据记录期间内最低限度必须记录的文件数据的簇数。
6.根据权利要求4所述的数据记录方法，其特征在于：
当表示上述区域管理块内的上述空簇数的值、以及上述区域管理块内的上述空簇数大于等于第1阈值的情况下，将表示该区域管理块 管理的记录区域能使用的标志作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中，当上述区域管理块内的上述空簇数不足上述第1阈值的情况下，将表示该区域管理块管理的记录区域不能使用的标志作为上述区域管理块信息存储在上述存储器中。 
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