JPH06302194A

JPH06302194A - 情報処理装置

Info

Publication number: JPH06302194A
Application number: JP5023418A
Authority: JP
Inventors: Shinichi Nakada; 眞一仲田
Original assignee: Canon Inc
Current assignee: Canon Inc
Priority date: 1993-01-20
Filing date: 1993-01-20
Publication date: 1994-10-28
Anticipated expiration: 2013-05-13
Also published as: JP2749752B2

Abstract

(57)【要約】【目的】メモリ上へのデータ書込みに伴うデータの改
変または消失を未然に防止できる。【構成】ＥＥＰＲＯＭ１の記憶領域に対する入力手段
１２の指示による書き換えに関する回数情報を記憶する
ＥＥＰＲＯＭ１の内容に基づいて記憶領域の書き換えを
制御する構成を特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、電気的書き換え可能な
記憶媒体に対する書き換えの制御を行う情報処理装置に
関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来のＥＥＰＲＯＭ（Electrical Erasa
ble and Programmable ROM）は、容量も少なく、また、
書き込むために必要な外部回路が多かった。さらに、チ
ップ内のすべてのデータを消去するモードしか有してい
なかった。最近は、容量も大きくなるとともに、外部回
路も殆ど必要なくＣＰＵのアドレスバス，データバスに
結線できるようになり、またＥＥＰＲＯＭ内の１バイト
のデータのみの消去も可能となってきた。以上の改良に
より、使用目的によっては、従来のランダムアクセスメ
モリ（ＲＡＭ）で構成していた機能の置換が可能となっ
た。

【０００３】例えば、従来の小型パソコン，日本語ワー
プロで作成したプログラムや文章，外字等を保有してお
くためのメモリカードという記憶媒体がある。これは、
必要な時にパソコン，日本語ワープロ等の本体に差し込
んでプログラムや文章を記憶させ、本体から引き抜いて
も、そのデータを記憶しているように、メモリカード内
にはＲＡＭと電池が搭載されていた。そこで、メモリカ
ードをＥＥＰＲＯＭで構成することにより、電池をなく
すことができると考えられた。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】ところが、ＥＥＰＲＯ
Ｍでは従来のＲＡＭのように自由に何度も書き換えられ
ない制約があり、すなわち、あらかじめ設定される書き
込み回数を越えて、メモリカードへの書き込みを行うこ
とにより、記憶しているはずのデータを消失させてしま
う等の問題点があった。

【０００５】また、ＥＥＰＲＯＭに書き込まれたデータ
のうち、頻繁に書き換えられるデータと書き換え頻度の
少ないデータとが存在し、書き換え頻度の高いデータの
書き換え回数が所定値を越えると、ＥＥＰＲＯＭへの書
き換えが可能であるにも関わらず書き換え不能となる問
題点があった。

【０００６】本発明は、上記の問題点を解消するために
なされたもので、メモリへの書込み回数を記憶媒体内に
記憶して管理することにより、メモリ上へのデータ書込
みに伴うデータの改変または消失を未然に防止できる情
報処理装置を提供することを目的とする。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明に係る情報処理装
置は、記憶領域に書き込まれた情報を電気的に書き換え
のできるメモリ手段と、記憶領域に書き換えを指示する
書き換え指示手段と、記憶領域の書き換え指示手段の指
示による書き換えに関する回数情報を記憶する記憶手段
と、この記憶手段に記憶された書き換えに関する回数情
報に基づいて記憶領域への書き換えを制御する制御手段
とを有するものである。

【０００８】

【作用】本発明においては、メモリ手段の記憶領域に対
する書き換え指示手段の指示による書き換えに関する回
数情報を記憶する記憶手段の内容に基づいて記憶領域の
書き換えを制御するので、書き換え頻度が高くなった記
憶領域への書き換えを確実に制限することが可能とな
る。

【０００９】

【実施例】図１は本発明の一実施例を示す情報処理装置
の構成を説明するブロック図であり、１１はＣＰＵで、
ＲＯＭ１１ａ，ＲＡＭ１１ｂを有し、ＲＯＭ１１ａに格
納された図８，図９に示すフローチャートに従うプログ
ラムに応じて各部を制御する。１２は本発明に係る書込
み指示手段としても機能する入力手段で、データ書込み
装置１３にセットされるプログラマブルリードオンリメ
モリ手段としてのＥＥＰＲＯＭ１へのデータ書込みおよ
びデータ消去を指示する。なお、ＣＰＵ１１にはデータ
の転送を行うアキュムレータＡＣＣ，ＢＣＣを有してい
る。

【００１０】このように構成された情報処理装置におい
て、ＥＥＰＲＯＭ１の記憶領域に対する入力手段１２の
指示による書き換えに関する回数情報（後述する書換え
回数ＷＣＮＴ）を記憶するＥＥＰＲＯＭ１の「０〜１」
番地の格納バイト（詳細は後述する）の内容に基づいて
記憶領域の書き換えを制御するので、書き換え頻度が高
くなった記憶領域への書き換えを確実に制限することが
可能となる。

【００１１】図２は、図１に示したＥＥＰＲＯＭ１のメ
モリマップを説明する模式図である。この図に示される
ＥＥＰＲＯＭ１は、例えば書込み容量が３２７９８バイ
ト×８ビットで、書込み回数が１万回に設定してあるも
のとする。また、ＥＥＰＲＯＭ１は、ポインタブロック
１ａおよび予備ポインタブロックＳＰＢ１〜ＳＰＢ５０
より構成される。ポインタブロック１ａは５アドレス
（各１バイト）で構成され、「０〜１」番地格納バイト
で、書換え回数ＷＣＮＴ、例えば「１３８８₁₆」を記憶
している。また、ポインタブロック１ａの「２」番地の
１バイトは、ディレクトリＤＢ、例えば「０１₁₆」を記
憶している。さらに、ポインタブロック１ａの「３」番
地の１バイトは未使用のスタートブロック番号ＯＳＢ、
例えば「３３₁₆」を記憶している。また、ポインタブロ
ック１ａの「４」番地の１バイトは、未使用のエンドブ
ロック番号ＯＥＢ、例えば「８Ａ₁₆」を記憶している。

【００１２】図３は図２に示したＥＥＰＲＯＭ１の記憶
領域を示す模式図である。この図において、２１はブロ
ック番号であり、例えば１２７個のブロックＢＬＯＣＫ
１〜ＢＬＯＣＫ１２７に分割されている。各ブロック
は、例えば２５６バイトで構成され、先頭の２バイト
で、そのブロックが更新された回数、すなわち、後述す
る更新回数が記憶されている。次に、続く２５３バイト
は記憶データＤＡＴＡが記憶されており、最後の１バイ
トは、記憶データＤＡＴＡがこのブロックに留まるか、
または他のブロックに及ぶかを示す継続ブロックエリア
ＣＢがあり、他のブロックに記憶データＤＡＴＡが及ぶ
場合は、継続ブロックエリアＣＢには、継続するブロッ
ク番号が記憶され、他のブロックに記憶データＤＡＴＡ
が及ばない場合は、継続ブロックエリアＣＢには「ＦＦ
₁₆」が記憶されている。

【００１３】図４は、図３に示した各ディレクトリブロ
ックの構造を説明する模式図である。この図において、
３０は前記ディレクトリＤＢに指示されるディレクトリ
ブロック、３１は前記ディレクトリブロック３０の更新
カウンタで、例えば２バイトで構成される。３２はファ
イル領域で、各ファイル名が１２バイトで記憶される。
３３はスタートブロック番号エリア（ＳＢ）で、例えば
１バイトで構成され、ファイルのスタートブロック番号
が記憶されている。３４はエンドブロック番号エリア
（ＥＢ）で、例えば１バイトで構成され、ファイルのエ
ンドブロック番号が記憶されている。３５はチェーンブ
ロックエリア（ＣＢ）で、ディレクトリブロック３０に
継続するディレクトリブロックの有無を記憶する。例え
ばチェーンブロックエリア３５が「ＦＦ₁₆」となる。な
お、ディレクトリブロック３０は、例えば１８個のファ
イル領域３２で構成される。

【００１４】次に、図１および図４を参照しながらＥＥ
ＰＲＯＭ１の構造について説明する。図１に示すよう
に、ポインタブロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴに、例
えば「１３８８₁₆」が記憶されているとすると、５００
０回の更新が行われたことを示し、またディレクトリＤ
Ｂには「０１₁₆」が記憶されているので、ディレクトリ
ＤＢに指示されるディレクトリブロック３０のブロック
番号が「１」で、そのディレクトリブロック３０の更新
カウンタ３１には、「１４２Ｆ₁₆」が記憶されている。
これは、このディレクトリブロック３０を「５１６７」
回更新したことを示し、ファイル領域３２のファイル
（Ｆｉｌｅ）１（ファイル名）はスタートブロック番号
エリア３３が「０２₁₆」で、エンドブロック番号エリア
３４が「０５₁₆」となっているため、ブロックＢＬＯＣ
Ｋ２から始まり、ブロックＢＬＯＣＫ５で終ることにな
る。また、ファイル領域３２のファイル２は、スタート
ブロック番号エリア３３が「０Ａ₁₆」で、エンドブロッ
ク番号エリア３４が「０Ａ₁₆」となっているため、ブロ
ックＢＬＯＣＫ１０から始まり、ブロックＢＬＯＣＫ１
５で終ることになる。さらに、ファイル領域３２のファ
イル３（ファイル名）は、スタートブロック番号エリア
３３が「１５₁₆」で、エンドブロック番号エリア３４が
「１８₁₆」となっているため、ブロックＢＬＯＣＫ２１
から始まり、ブロックＢＬＯＣＫ２４で終ることにな
る。また、ファイル領域３２のファイル３の次に「ＦＦ
₁₆」が書かれているので、このファイル領域３２はファ
イル３で終了していることになる。

【００１５】図５は未使用のＥＥＰＲＯＭ１の状態を説
明する模式図であり、図１，図４と同一のものには同じ
符号を付してある。この図に示すように、未使用のＥＥ
ＰＲＯＭ１のポインタブロック１ａの書換え回数ＷＣＮ
Ｔが「０００１₁₆」、ディレクトリＤＢが「０１₁₆」、
未使用のスタートブロック番号ＯＳＢが「０２₁₆」、未
使用のエンドブロック番号ＯＥＢが「７Ｆ₁₆」がそれぞ
れポインタブロック１ａの０番地から４番地にそれぞれ
記憶されている。これにより、ディレクトリＤＢに指示
されるブロックＢＬＯＣＫ１を参照すると、更新カウン
タ３１に「０００１₁₆」が書き込まれているとともに、
ファイル領域３２のファイル１に「ＦＦ₁₆」が書き込ま
れており、さらに、チェーンブロックエリア３５に「Ｆ
Ｆ₁₆」が書き込まれており、ＥＥＰＲＯＭ１が未使用状
態であることを示している。さらに、ポインタブロッ
ク１ａのスタートブロック番号ＯＳＢおよびエンドブロ
ック番号ＯＥＢには、「０２₁₆」，「７Ｆ₁₆」がそれぞ
れ書き込まれている。すなわち、ブロックＢＬＯＣＫ２
〜１２７には先頭の２バイトに「０００１₁₆」が書き込
まれ、最終の１バイトに各後続のブロックの継続を示す
チェーンブロックエリア３５には、ブロックＢＬＯＣＫ
２〜１２６に対して「０３〜７Ｆ₁₆」が書き込まれ、ブ
ロックＢＬＯＣＫ１２７のチェーンブロックエリア３５
には「ＦＦ」が書き込まれている。このように、各ブロ
ックＢＬＯＣＫ２〜ＢＬＯＣＫ１２７は、１つのチェイ
ン構造となる。

【００１６】次に、図４，図６を参照しながらＥＥＰＲ
ＯＭ１への書き込み動作を説明する。図６は、図１に示
したＥＥＰＲＯＭ１への書き込み動作を説明する模式図
であり、図１，図４と同一のものには同じ符号を付して
いる。なお、書込み直前は、第３図に示す状態であった
ものとする。先ず、各ブロックＢＬＯＣＫのファイル領
域３２の先頭が「００₁₆」のところを探して当てる。図
４の場合は、ファイル２とファイル３との間に「０
０₁₆」があり、そこにファイル４という名前を１２バイ
トで書き込み、ポインタブロック１ａの未使用ブロック
のスタートブロック番号ＯＳＢの指示するブロックＢＬ
ＯＣＫ、すなわち「５７₁₆」の先頭の２バイト情報、す
なわち、更新カウンタ３１を「１」インクリメントし、
その加算値が、例えば１万回を越えているようであれ
ば、ファイル４のチェーンブロックエリア３５が示すブ
ロックＢＬＯＣＫに対して同様の操作を行い、更新カウ
ンタ３１が１万回以下のブロックＢＬＯＣＫを探し当て
て、そのブロックＢＬＯＣＫの番号をポインタブロック
１ａのスタートブロック番号ＯＳＢに書き込むととも
に、ファイル４のデータをブロックＢＬＯＣＫ８７（２
５３バイト）に書き込み、ブロックＢＬＯＣＫ８７に溢
れるようであれば、ブロックＢＬＯＣＫ８７のチェーン
ブロックエリア３５の指示するブロックＢＬＯＣＫの更
新カウンタ３１を「１」インクリメントして加算値が、
例えば１万回を越えているかどうかを調べ、指示される
ブロックＢＬＯＣＫの更新カウンタ３１が１万回を越え
るようであれば、更新回数が１万回以下のブロックＢＬ
ＯＣＫを探し当て、そのブロックＢＬＯＣＫの番号を直
前に書き込んだブロックＢＬＯＣＫのチェーンブロック
エリア３５に書き込む。このようにして、データの書き
込みが行われ、更新回数が１万回を越えるブロックが排
除されて行く。そして、書き込みデータがなくなるまで
同様の操作を行い、最後に書き込んだブロックＢＬＯＣ
Ｋのチェーンブロックエリア３５に記憶されていた内容
を新しい未使用のスタートブロック番号ＯＳＢに書き換
え、ポインタブロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴを
「１」インクリメントして「１３８９₁₆」となり、最後
にデータを書き込んだブロックＢＬＯＣＫのチェーンブ
ロックエリア３５を「ＦＦ₁₆」にする。そして、ディレ
クトリブロック３０の最終ブロック番号を記憶するエン
ドブロック番号エリア３４に最後のデータを書き込んだ
ブロックＢＬＯＣＫの番号を書き込むとともに、更新カ
ウンタ３１を「１」インクリメントすると、図６の
（ｂ）に示されるように、更新カウンタ３１が「１４３
０₁₆」となり、ファイル４のスタートブロック番号エリ
ア３３が「３３₁₆」で、エンドブロック番号エリア３４
が「３７₁₆」となる。

【００１７】次に、図６を参照しながらＥＥＰＲＯＭ１
に書き込まれているファイル１の削除動作について説明
する。ディレクトリブロック３０となるブロックＢＬＯ
ＣＫ１よりファイル１を探し、ファイル領域３２の先頭
の２バイトを「００₁₆」とする。次いで、ディレクトリ
ブロック３０の更新カウンタ３１を「１」インクリメン
トし、ファイル１のスタートブロック番号エリア３３と
エンドブロック番号エリア３４のデータを参照して、ポ
インタブロック１ａのエンドブロック番号ＯＥＢが指示
するブロックのチェーンブロックエリア３５の内容（削
除直前までは「ＦＦ₁₆」であった）をスタートブロック
番号エリア３３の内容に変更し、このブロックの更新カ
ウンタ３１を「１」インクリメントする。すなわち、未
使用ブロックの最後に今削除したファイル４を接続する
わけである。このようにして、更新カウンタ３１を進め
ながら何度もファイルの更新，削除を実行して行くうち
に、更新カウンタ３１が１万回に接近する。

【００１８】次に、更新カウンタ３１が１万回に到達し
た場合のアクセス処理について説明する。先ず、ポイン
タブロック１ａのスタートブロック番号ＯＳＢの内容が
示しているブロックＢＬＯＣＫのチェーンブロックエリ
ア３５の内容を新規のスタートブロック番号ＯＳＢとす
る。次いで、このブロック直前のディレクトリブロック
３０の更新カウンタ３１の情報以外の内容を転送する。
そして、ポインタブロック１ａのディレクトリＤＢに新
規のディレクトリブロック番号を書き込み、ポインタブ
ロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴおよび更新カウンタ３
１を「１」インクリメントする。

【００１９】一方、ポインタブロック１ａの書換え回数
ＷＣＮＴが１万回を越えた場合は、予備ポインタブロッ
クＳＰＢ１〜ＳＰＢ５０のうち、一番近い予備ポインタ
ブロックへ書換え回数ＷＣＮＴの情報以外のデータを転
送し、新規のポインタブロックの書換え回数ＷＣＮＴ
（００００₁₆）を「１」インクリメントして「０００１
₁₆」に設定する。この場合、破棄されたポインタブロッ
ク１ａの書換え回数ＷＣＮＴは１万回以上となり、真の
ポインタブロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴは１万回以
下となる。このようにして、ディレクトリブロック３０
およびポインタブロック１ａの書込み／削除を管理す
る。また、削除されたファイルが使用していたブロック
は未使用ブロックの一番最後に回される。これは、未使
用ブロックの使用回数を平均化するためである。しか
し、使用されているファイルが更新されずにずっとその
ままであると、そのファイルが使用されているブロック
は更新回数がそのまま変化しない。例えば最初に作成さ
れたファイルがそのままずっと登録されたまま残ってい
ると、他のブロックは更新回数が５０００回以上なの
に、このファイルだけは２回というようなアンバランス
が生じる。そこで、ＥＥＰＲＯＭ１の使用状態を平均化
するための補正処理を行う。

【００２０】なお、この実施例における補正処理起動条
件は、下記（ａ），（ｂ）が成立する時点である。（ａ）ポインタブロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴの値
が２５６の整数倍となった時点。（ｂ）ファイルを構成するブロックの更新カウンタ３１
の平均値が一番低い値と、未使用ブロックの更新カウン
タ３１の平均値との差が２５６を越えた時点。

【００２１】すなわち、新規のファイルを作成したり、
削除したりした後、ポインタブロック１ａの書換え回数
ＷＣＮＴを見て、丁度２５６の整数倍、２バイトの１６
進数の下桁が「００₁₆」になった時点で、ディレクトリ
ブロック３０に登録されている順にファイルを検査して
行く。そして、ファイルを構成するブロックの更新カウ
ンタ３１を加算し、さらに構成するブロック数で除して
更新平均値を算出する。次いで、次のファイルに対して
も同様の更新平均値を出して比較し、低いものをその比
較対照として残し、次のファイルの更新平均値と比較し
て行き、一番低い更新回数で構成されるファイルを探し
出す。そして、未使用のブロックの更新回数の平均を計
算し、平均更新回数の一番低いファイルとの差を算出す
る。

【００２２】次に、図７を参照しながらこの発明に係る
情報処理装置における補正処理動作について説明する。
図７は本発明に係る情報処理装置における補正処理動作
を説明する模式図である。これらの図において、４１は
ファイルで、ブロックＢＬＯＣＫ５〜ＢＬＯＣＫ７で構
成され、平均更新回数が最も低いものである。４２は未
使用ブロック群で、ポインタブロック１ａの未使用スタ
ートブロック番号ＯＳＢで指示される。未使用ブロック
群４２は、ブロックＢＬＯＣＫ５０，１０，１１，１
８，５５，８０，８１が１つのチェイン構造となってい
る。

【００２３】先ず、ファイル４１のスタートブロックを
未使用ブロック群４２のブロックＢＬＯＣＫ８１の後段
に接続させるため、同図（ａ）に示すようにブロックＢ
ＬＯＣＫ８１のチェーンブロックエリア３５の内容が
「ＦＦ₁₆」から同図（ｂ）に示すように、チェーンブロ
ックエリア３５の内容が「０５₁₆」、すなわちファイル
４１のブロックＢＬＯＣＫ５を指示させ、さらにファイ
ル４１のブロックＢＬＯＣＫ５〜７（ファイル４１のチ
ェーンブロックエリア３５の内容が「ＦＦ₁₆」になるま
で）を未使用ブロック群４２のブロックＢＬＯＣＫ８１
の後段に接続させ、同図（ｃ）に示すように、ディレク
トリブロック３０のファイル４１のスタートポインタを
ブロックＢＬＯＣＫ５０にするとともに、終了ポインタ
をブロックＢＬＯＣＫ１１に変更する。次いで、未使用
ブロック群４２の未使用のスタートブロック番号ＯＳＢ
を「１２₁₆」、未使用のエンドブロック番号ＯＥＢを
「０Ｂ₁₆」にする。これにより、登録されたファイルを
構成するブロックに対しても再度使用可能となり、ＥＥ
ＰＲＯＭ１全体のブロックが平均的に使用，更新される
ことになる。

【００２４】図８は本発明に係る情報処理装置における
ＥＥＰＲＯＭ１へのデータ書き換え制御処理手順の一例
を示すフローチャートである。なお、(1) 〜(18)は各ス
テップを示す。先ず、ディレクトリブロック３０の空き
エリアを探して、新規のファイル名を書き込む(1) 。次
いで、未使用のスタートブロック番号ＯＳＢをＣＰＵ１
１のアキュムレータＡＣＣに記憶させる(2) 。アキュム
レータＡＣＣが指示するブロックの書換え回数ＷＣＮＴ
を「＋１」更新する(3) 。ここで、書換え回数ＷＣＮＴ
が「１００００」を越えたかどうかを判断し(4) 、ＹＥ
ＳならばアキュムレータＡＣＣの指示するブロックの継
続ブロックエリアＣＢをアキュムレータＡＣＣに記憶し
(5) 、ステップ(3) に戻り、ＮＯならばディレクトリブ
ロック３０のスタートブロック番号エリア（ＳＢ）３３
にアキュムレータＡＣＣの内容を書き込む(6) 。次い
で、アキュムレータＡＣＣが指示するブロックのデータ
エリアにデータを書き込む(7) 。ここで、書込みデータ
がアキュムレータＡＣＣが指示するブロックの容量が２
３５バイトを越えるかどうかを判断し(8) 、ＹＥＳなら
ばアキュムレータＡＣＣが指示するブロックの継続ブロ
ックエリアＣＢをアキュムレータＢＣＣに記憶させる
(9) 。次いで、アキュムレータＢＣＣが指示するブロッ
クの書換え回数ＷＣＮＴを「＋１」更新する(10)。次い
で、書換え回数ＷＣＮＴが「１００００」を越えたかど
うかを判断し(11)、ＹＥＳならばアキュムレータＢＣＣ
の指示するブロックの継続ブロックエリアＣＢを記憶
させ(12)、ステップ(10)に戻り、ＮＯならばアキュムレ
ータＡＣＣが指示するブロックの継続ブロックエリアＣ
ＢにアキュムレータＢＣＣの内容を書き込み(13)、ステ
ップ(7) に戻る。

【００２５】一方、ステップ(8) の判断でＮＯの場合
は、アキュムレータＡＣＣが指示する継続ブロックエリ
アＣＢを未使用のスタートブロック番号ＯＳＢに書き込
む(14)。次いで、ポインタブロック１ａの書換え回数Ｗ
ＣＮＴを「＋１」更新する(15)。次いで、アキュムレー
タＡＣＣが指示するブロックの継続ブロックエリアＣＢ
へ「ＦＦ₁₆」を書き込む(16)。そして、ディレクトリブ
ロック３０の新ファイル位置のエンドブロック番号エリ
ア３４へアキュムレータＡＣＣの内容を書き込む(17)。
次いで、ディレクトリブロック３０の書換え回数ＷＣＮ
Ｔを更新する(18)。

【００２６】図９は本発明に係る情報処理装置における
補正制御処理手順の一例を示すフローチャートである。
なお、(1) 〜(7) は各ステップを示す。先ず、ポインタ
ブロック１ａの書換え回数ＷＣＮＴが「２５６」の整数
倍であるかを判断し(1) 、ＮＯならばリターンし、ＹＥ
Ｓならばディレクトリブロック３０に登録された各ファ
イルを構成するブロックの更新カウンタ３１の平均値を
算出して、最も更新回数が少ないファイルを探し出す
(2) 。次いで、未使用のブロックの更新回数の平均値を
算出する(3) 。次いで、未使用ブロックの更新カウンタ
の平均値からファイルを構成するブロックの更新カウン
タの平均値の最小値を減算し、さらに減算値から「２５
６」を差し引いた値が正かどうかを判断し(4) 、ＮＯな
らばリターンし、ＹＥＳならば未使用ブロックの最後尾
に該当するファイルのヘッドを接続させる(5) 。次い
で、接続したファイルの内容を未使用ブロックへ転送さ
せ(6) 、ディレクトリブロック３０にある接続したファ
イルのスタートポインタ，エンドポインタを変更し(7)
、リターンする。

【００２７】

【発明の効果】以上説明したように、本発明はメモリ手
段の記憶領域に対する書き換え指示手段の指示による書
き換えに関する回数情報を記憶する記憶手段の内容に基
づいて記憶領域の書き換えを制御するので、書き換え頻
度が高くなった記憶領域への書き換えを確実に制限する
ので、書き換え頻度が高くなった記憶領域への書き換え
を確実に制限することができる。

【００２８】従って、プログラマブルリードオンリメモ
リ等のメモリ手段上へのデータ書き換えに伴うデータの
改変または消失を未然に防止できる効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例を示す情報処理装置の構成を
説明するブロック図である。

【図２】図１に示したＥＥＰＲＯＭのメモリマップを説
明する模式図である。

【図３】図１に示したにＥＥＰＲＯＭの記憶領域を示す
模式図である。

【図４】図３に示した各ディレクトリブロックの構造を
説明する模式図である。

【図５】未使用のＥＥＰＲＯＭの状態を説明する模式図
である。

【図６】図１に示したＥＥＰＲＯＭへの書き込み動作を
説明する模式図である。

【図７】発明に係る情報処理装置における補正処理動作
を説明する模式図である。

【図８】本発明に係る情報処理装置におけるＥＥＰＲＯ
Ｍへのデータ書き換え制御処理手順の一例を示すフロー
チャートである。

【図９】本発明に係る情報処理装置における補正制御処
理手順の一例を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１ＥＥＰＲＯＭ１ａポインタブロック２１ブロック番号３０ディレクトリブロック３１更新カウンタ３２ファイル領域３３スタートブロック番号エリア３４エンドブロック番号エリア３５チェーンブロックエリア４１ファイル４２未使用ブロック群

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】記憶領域に書き込まれた情報を電気的に
書き換えのできるメモリ手段と、前記記憶領域に書き換
えを指示する書き換え指示手段と、前記記憶領域の前記
書き換え指示手段の指示による書き換えに関する回数情
報を記憶する記憶手段と、この記憶手段に記憶された前
記書き換えに関する回数情報に基づいて前記記憶領域へ
の書き換えを制御する制御手段とを有することを特徴と
する情報処理装置。