專利名稱：管理包括提供有指示其祖先的識別信息的元的存儲器的方法
管理包括提供有指示其祖先的識別信息的元的存儲器的方法
技術領域：
本發(fā)明涉及一種管理例如電可擦除可編程只讀存儲器(EEPR0M)等存儲器的 方法。該存儲器可用于例如智能卡。
背景技術：
在這種存儲器中，存儲的元一般以分層結構(或樹結構)組織，并且已知借 助元分配表和/或指針管理所述元。由于每個元對應于一個物理地址，所以可以說 這些元物理地相互彼此鏈接。這種對應性出現在元分配表中，由此使其理論上能快 速找到所查找的元。使用元分配表的缺點是它占據存儲器空間的一部分，這部分存 儲空間不能再用于存儲數據。另外，元分層結構的任何改變——例如元的移動、刪 除或創(chuàng)建——需要對元分配表的相應修改，而且為了刪除還需要將作為所刪除元的 子孫的任何元刪除。這種元分配表的更新減慢了元的管理并調動存儲器所鏈接的計 算機裝置。
這些缺點在受管理的存儲器用于智能卡時尤為麻煩存儲器相對小尺寸而智 能卡讀取器的計算機資源有限。
另外，當存儲器包含可自由訪問的元和僅限于經授權人訪問的元時，未經授
權的人可能通過請求指針指向可自由訪問的元的地址同時干擾指針的工作(例如使
其受到激光束作用)而試圖訪問限制訪問的元。則存在將指針引至訪問限制訪問的 元而使其不可能驗證所請求地址和所達元之間的對應性的干擾風險。
發(fā)明目的
因此提供一種不具有上述缺陷的管理存儲器的方法是有利的。 發(fā)明概述
為此，本發(fā)明提供一種管理包含以分層機構組織的存儲元的存儲器的方法， 每個存儲元具有包含個體身份信息的頭部和包含數據的主體，每個元的身份信息基于取第一值和第二值的多個比特編碼，每個元的身份信息是通過復制在分層結構中 構成該元的直接先輩的元的身份信息并在所述先輩的身份信息中改變在讀取身份 信息的方向跟隨最后的第二值比特之后的第一值比特的值而獲得的。
因此，元的身份信息使得該元能被標識并使該元的先輩已知。因此該元中包 含在元分層結構中確定其位置所需的信息。
較佳地，分層結構中最高元的身份信息的各比特都是第一值。
由此可能具有.由本發(fā)明的方法所標識的元的最大數量。
較佳地，從存儲器中刪除其中一個元之后，將剩下的元重編組。
由于每個元本身包含能確定其在元分層結構中的位置的信息，因此元的移動、
刪除或創(chuàng)建不需要對尋址表或其它元作任何更新，并因此能快速和可靠地執(zhí)行。重 編組剩下的元可用來加速對這些元的訪問。這也使得能夠重新恢復存儲器空間。
在閱讀下文中本發(fā)明的具體、非限定性實施的說明之后，本發(fā)明的其它特征 和優(yōu)點將變得明顯。
附圖簡述
參照附圖，在附圖中-
圖l是根據本發(fā)明的方法管理的存儲器的分層結構的示意圖；以及 圖2是以直線形式示出的存儲器的片段圖。
本發(fā)明的詳細說明
參照附圖，總體以附圖標記1表示的存儲器是EEPROM型。
存儲器1包含以

圖1所示分層結構組織的存儲元2。術語"存儲元"用來
表示目錄型存儲元，也就是包含文件的元。每個存儲元具有含個體身份信息的
頭部3和含數據的主體4。
每個元的身份信息基于多個比特編碼，每個比特可取第一值或第二值。具
體地說，基于8個比特編碼身份信息，每個比特可取值0或1。
本實施例的分層結構中的最高元具有其身份信息被置為0的8比特。 元OOOO 0000是八個元的直接先輩，其中的某些元本身是其它元的先輩，
以此類推。每個元的身份信息是通過復制在分層結構中構成該元的直接先輩的元的身 份信息并在所述先輩的身份信息中改變在讀取身份信息的方向(在本實施例中為從 左至右)上跟隨最后的1比特之后的0比特的值而獲得的。
因此，元00000000的子孫分別具有下列身份信息1000 0000、 0100 0000、 0010 0000、 0001 0000、 0000 1000、 0000 0100、 0000 0010和0000 0001。
要理解，讀取方向上的最后一個1比特之后的0比特的數目確定元可具有 的子孫的數目。在本實施例中，分層結構具有最大8個等級且存儲器具有256個元。
因此，屬于1000 0000、 0100 0000、 0010 0000、 0001 0000、 0000 1000、 0000 0100、 0000 OOIO和OOOO 0001中每個元的子孫數目分別為7、 6、 5、 4、 3、 2、 1、 0。
(等級l的)元1000 0000在本實施例中具有三個子孫，它們分別具有下 列身份信息1100 0000、 1010 0000和1001 0000。
(等級2的)元IIOO 0000也有三個子孫，它們分別具有下列身份信息 1100 0000、 1101 0000和1100 1000。元IIOO 0000可具有三個以上的子孫。
(等級3的)元11100000具有身份信息為1111 0000的一個子孫。元1110 oooo可具有四個其它的子孫。
(等級3的)元IIOO 1000也有三個子孫，它們分別具有下列身份信息 1100 1100、 1100 1010和1100 1001。這些元1100 1100、 1100 1010、 1100 1001 中的每一個所具有的子孫數目分別為2、 l和0。
(等級1的)元oooo OIOO在本實施中具有兩個子孫，它們分別具有下列 身份信息0000 0110和0000 0101。
(等級2的)元0000 0110具有(且只能有) 一個子孫，其身份信息為0000 0111。元OOOO 0101不能有任何子孫。
要理解，1比特的數目用來確定元在分層結構中的等級(元OOOO 0000為 等級0)。讀取方向中最后的1比特用來標識其等級內的元，而之前的比特標
識其直接先輩(由于每個元再現其直接先輩的身份信息，因此能標識其所有先 輩)。
因此， 一旦到達元0000 0111，已知其連續(xù)先輩是元0000 0110、 0000 0100和0000 0000。
假設元OOOO 0100的訪問限制于已授權人，很容易理解元0000 0111也是
限制訪問的。
也可輕易標識元的世系。因此，元OOIO 0000的子孫全部具有從比特001
開始的身份信息。
本發(fā)明的方法因此使其能夠執(zhí)行各元之間的邏輯(與物理相對)鏈接。
在圖2中，存儲器1以線性方式表示并包括快速訪問區(qū)5。
該方法包括步驟標識至少一個頻繁訪問的元2，將頻繁訪問的元2記錄在 快速訪問區(qū)5中。由于本發(fā)明的方法足以移動元2而不更新其它元或尋址表， 因此它不會引起任何問題。
另外，從存儲器l刪除其中一個元2 (例如元0000 0001)，之后將剩下的 元重編組隨后僅將元0000 0110和0100 1110移至其它元附近。
因此，不需要將元2物理地組織在存儲器1中。即它們在存儲器中的物理 位置從管理存儲器的角度來看是無關緊要的(除了如上所述當存儲器區(qū)具有更 快的訪問時)。這簡化和加速寫、移動、刪除和創(chuàng)建元的操作。
當然，本發(fā)明不局限于所述實施例，而是覆蓋本發(fā)明如權利要求所定義的 范圍內的任何變化。
具體地說，標識信息可基于一些其它數目的比特而編碼。因此，在所述例 子中，身份信息基于8個比特編碼，但也可以更大數目的比特編碼。另外，最 高元不需要使其全部比特具有相同值，最高元可具有身份信息1111 1111而其 子孫可以是Olll 1111、 1011 1111、 1101 1111、 1110 1111等。
元的樹結構可不同于所描述的樹結構，并且元可具有不同的結構。
權利要求
1. 一種管理包含以分層結構來組織的存儲元(2)的存儲器(1)的方法，每個存儲元(2)具有包含個體身份信息的頭部(3)和包含數據的主體(4)，其特征在于，每個元的所述身份信息基于取第一值或第二值的多個比特編碼，且每個元的所述身份信息是通過復制在所述分層結構中構成該元的直接先輩的元的身份信息并在所述先輩的身份信息中改變在讀取身份信息的方向上跟隨最后的第二值比特之后的第一值比特的值而獲得的。
2. 如權利要求1所述的方法，其特征在于，所述分層結構中的最高元的 身份信息的比特全部是第一值比特。
3. 如權利要求l所述的方法，其特征在于，從所述存儲器(1)刪除其中 一個元(2)，隨后重編組剩下的元。
4. 如權利要求l所述的方法，其特征在于，所述存儲器(1)具有快速訪 問區(qū)(5)并且所述方法包括步驟標識至少一個頻繁訪問的元(2)并將該頻 繁訪問的元記錄在所述快速訪問區(qū)中。
全文摘要
一種管理包含以分層結構來組織的存儲元(2)的存儲器(1)的方法，每個存儲元(2)具有包含個體身份信息的頭部(3)和包含數據的主體(4)，每個元的身份信息基于取第一值或第二值的多個比特編碼，每個元的身份信息是通過復制在分層結構中構成該元的直接先輩的元的身份信息并在所述先輩的身份信息中改變在讀取身份信息的方向上跟隨最后的第二值比特之后的第一值比特的值而獲得的。
文檔編號G06F12/10GK101501655SQ200780021118
公開日2009年8月5日 申請日期2007年5月25日 優(yōu)先權日2006年6月7日
發(fā)明者C·佩潘, D·德克魯瓦, L·-P·貢薩爾維斯 申請人:薩基姆安全公司