【事件の表示】
　平成　９年特許願第５１３１９５号「メモリ管理」拒絶査定不服審判事件〔平成　９年　４月　３日国際公開、ＷＯ９７／１２３２４、平成１２年　４月２５日国内公表、特表２０００−５０５２１５〕について、次のとおり審決する。
【結　論】
　本件審判の請求は、成り立たない。
【理　由】
第１．手続の経緯
　
　本願は、１９９６年２月６日（パリ条約による優先権主張外国庁受理１９９５年９月２７日、英国）を国際出願日とする出願であって、平成１８年１月５日付けで拒絶理由が通知され、同年７月１４日付けで手続補正がなされたものの、同年９月４日付けで拒絶査定がなされた。これに対して、同年１２月１１日に拒絶査定不服の審判請求がなされ、平成１９年１月１０日付けで手続補正がなされ、同年２月７日付けで前置報告がなされ、平成２０年１１月２０日付けで当審から発せられた審尋に対して、回答がなされなかったものである。
　
第２．平成１９年１月１０日付けの手続補正について却下の決定
　
［補正却下の決定の結論］
　
　平成１９年１月１０日付けの手続補正を却下する。
　
［理由］
　
１．本件手続補正
　
　平成１９年１月１０日付けの手続補正（以下、「本件手続補正」という。）は、特許請求の範囲の請求項１を次のように補正することを含むものである。
「【請求項１】
　ホストシステムとともに用いられるデータ記憶システムであって、
　該データ記憶システムは、
　複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段（２０）であって、該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の各々は、一意的な物理アドレスによって位置を特定することができ、かつ、一度書き込まれると、再書き込みされる前に消去されなければならない、複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段（２０）と、
　該ホストから受け取られた複数の論理アドレスを該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の対応する複数の物理アドレスにマッピングするルックアップテーブルを記憶する不揮発性のブロック消去可能な記憶手段を含む制御手段（１２、２２）と
　を備え、
　該制御手段の記憶手段は、複数のデータブロックを含み、該複数の論理アドレスの各々に対してそれぞれのデータブロックが存在し、
　該制御手段は、複数の予備データブロックをさらに含み、
　各データブロックと各予備データブロックは、直接アドレスフィールド（１４）と間接アドレスフィールド（１６）とを含み、
　該制御手段は、
　該データ記憶手段に書き込まれるためのデータとともに論理アドレスが該ホストから供給される場合には、該論理アドレスに対応する物理アドレスを用いて該記憶手段の各データブロックの直接アドレスフィールドをプログラムする手段と、
　新しいデータが同一の論理アドレスに書き込まれる場合には、使用されていない予備データブロックのアドレスを用いて各データブロックの間接アドレスフィールドをプログラムし、かつ、該同一の論理アドレスに対応する新しい物理アドレスを用いて該予備データブロックの該直接アドレスフィールドをプログラムする手段と
　をさらに含み、
　各データブロックは、ポインタフラグフィールド（１８）をさらに含み、
　該制御手段は、１ビットポインタフラグを該ポインタフラグフィールド（１８）に記憶する手段を含み、該ポインタフラグは、該データブロックの間接アドレスフィールドがプログラムされているかプログラムされていないのかのいずれかを示す、データ記憶システム。」
　
　本件手続補正による補正後の請求項１は、補正前の請求項３に記載された各データブロックがポインタフラグフィールドを含み、制御手段がポインタフラグを該ポインタフラグフィールドに記憶する手段を含む点、及び補正前の請求項５に記載されたポインタフラグが間接アドレスフィールドがプログラムされているかプログラムされていないかを示す点、及びポインタフラグが１ビットである点を発明特定事項として限定するものであるから、これらの補正は、特許法第１７条の２第４項第２号の特許請求の範囲の減縮を目的とするものに該当する。
　
　そこで、上記本件手続補正による補正後の請求項１に記載された発明（以下、「本願補正発明」という。）が特許出願の際独立して特許を受けることができるものであるか（平成１８年法律第５５号改正附則第３条第１項によりなお従前の例によるとされる同法による改正前の特許法第１７条の２第５項において準用する同法第１２６条第５項の規定に適合するか）について以下に検討する。 
　
２．引用例
　原査定の拒絶の理由に引用された特開平５−２４１７４１号公報（以下、「引用文献１」という。）には、図面とともに以下の事項が記載されている。
　
 Ａ．「【００２０】
【実施例】図２は、好ましいファイルシステム構造３２の１つを備えたパーソナルコンピュータシステム１０を示す。ファイルシステム３２は１つのフラッシュＥＰＲＯＭ又はフラッシュメモリアレイ３４を形成する複数のフラッシュＥＰＲＯＭを含む。フラッシュＥＰＲＯＭは半導体メモリの一種である。ファイルシステム３２は、システムＲＡＭ２２に記憶されているソフトウェアファイルシステムドライバ２８をさらに含む。パーソナルコンピュータシステム１０は中央処理装置（「ＣＰＵ」）１２と、バス１８とをさらに含む。以下にさらに詳細に説明するが、フラッシュメモリアレイ３４は固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブのいずれかをエミュレートするような構造である。」
　
Ｂ．「 　【００５３】図８は、フラッシュメモリアレイ４０１のファイル構造４００を示す。このファイル構造４００は、複数のセクターを含み、ディスクエミュレーションを実現するファイル構造である。ファイル構造４００をセクター分割ファイル構造ともいう。
　ファイル構造４００のようなセクター分割フィル構造においては、コード又はデータをセクター単位で記憶する。各セクターの長さは一定であり、ファイル構造４００の場合、各セクターは５１２個の物理バイトから構成される。
　セクターは、パーソナルコンピュータシステムにおける従来のハードディスクやディスケットのセクターに類似している。従来のハードディスクの場合には、トラックごとに、通常、１７個のセクターがある。
　（中略）
【００５６】フラッシュメモリアレイ４０１は、コード又はデータを記憶する多数のデータブロックを含む。ここで使用する「データ」という用語は、実行可能コード又は非実行コード、もしくはその双方を含むものとする。図８は、クリーンナップ動作直後の状態にあるフラッシュメモリアレイ４０１のファイル構造の１例を示す。フラッシュメモリアレイ４０１のブロック４１６，４２４及び４２８は、予約ブロック又は予約済ブロックとも呼ばれる「予約すべき」ブロックである。予約ブロックは、クリーンナップ動作中に一時ファイルバックアップを行うブロックである。」
　
Ｃ．「　【００５９】データブロック４３０は一部空きブロックである。ブロック４３０の一部分４６４は、活動セクターに記憶されるコード又はデータを含んでいる。ブロック４３０の部分４６２はコード又はデータを記憶するために利用できる空きスペースである。パーソナルコンピュータシステムがさらに動作を続ける間に、コードとデータはブロック４３０の部分４６２にも導入される。
　空きブロックや、部分空きブロックの中のセクターがコード及びデータで充填されるにつれて、データ又はコードを記憶しないままであるブロックの数は減少する。使用可能な空きブロックの数が予約ブロックの許容数に達すると、クリーンナップ動作は開始する。」
　
Ｄ．「【００６５】ファイル構造４００は、論理クラスタをファイル構造４００の物理セクターにマッピングするクラスタマッピングテーブル４４６を使用する。クラスタマッピングテーブル４４６はファイル構造４００の物理セクターと、外界とを連係させる。クラスタマッピングテーブル４４６は、ファイル構造４００を、フラッシュメモリアレイ４０１が隣接セクターを伴う従来の固定ディスク又はフロッピーディスクであるかのように外界に対して見せる。当然のことながら、現実には、フラッシュメモリアレイ４０１がブロック単位でのみ消去できると共に、ファイル構造４００がクリーンナップ動作を含むものとすれば、フラッシュメモリアレイ４０１は従来の固定ディスク又はフロッピーディスクとは異なる。クラスタマッピングテーブル４４６は、パーソナルコンピュータシステムにより要求される論理セクターをフラッシュメモリアレイ４０１の物理セクターにマッピングすることにより、それらの差を克服する。クラスタマッピングテーブル４４６はフラッシュメモリアレイ４０１のブロック４２２の中にある。このブロック４２２をクラスタマッピングブロック又はフラッシュディスクエミュレーションブロックという。ブロック４２２はクラスタマッピングテーブルフラグ４４０と、フラッシュディスクエミュレーション（「ＦＤＥ」）ブート記録４４２と、フラッシュディスクエミュレーション構成ブロック状態テーブル４４４と、空きスペース４４８とをさらに含む。空きスペース４４８は、クラスタマッピングテーブル４４６の拡張のための余地を形成する。
　（中略）
【００６９】クラスタマッピングテーブル４４６はブロック４２２の中の、ＦＤＥブロック状態テーブル４４４の次に位置している。クラスタマッピングテーブル４４６は、パーソナルコンピュータシステムのオペレーティングシステムが送信する論理クラスタアドレスをフラッシュメモリアレイ４０１の中の物理アドレスにマッピングする。クラスタマッピングテーブル４４６は、フラッシュメモリアレイ４０１及びその関連ファイル構造４００を固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブであるかのようにパーソナルコンピュータシステムに見せることができる。 」
　
Ｅ．「 【００７０】図９、図１０及び図１１は、クラスタマッピングテーブル４４６の編成と動作を示す。クラスタマッピングテーブル４４６は、図９に示す論理クラスタアドレスを欄５２１に列挙した物理アドレスと相関させるテーブルである。この相関を連関マッピングともいう。リスト５２０に見られる論理クラスタアドレスは、パーソナルコンピュータシステムのディスクオペレーティングシステムがそのパーソナルコンピュータシステムに関わるコード又はデータを記憶する固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブに送信するであろうと考えられる論理アドレスである。従来のコンピュータシステムの場合、論理クラスタアドレスは固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブのクラスタのアドレスである。各クラスタは、従来の固定ディスク又はフロッピーディスクのトラックを構成している１つ又は複数のセクターから形成される。クラスタごとのセクターの数は、従来の固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブの大きさ又は構成によって決まる。
【００７１】言うまでもなく、フラッシュメモリアレイ４０１は従来の固定ディスク又は従来のフロッピーディスクではない。フラッシュメモリアレイ４０１は、相対的に大きなブロック単位でのみ消去可能なフラッシュメモリから構成されている。さらに、フラッシュメモリアレイ４０１の個々のビットセルをあらかじめ消去せずに論理値０から論理値１に重ね書きすることは不可能である。図８に示す実施例の場合、ファイル構造４００はクラスタごとに１つのセクターを有する。ファイル構造４００においては、順次データを含むセクターを異なるブロックの間に分散させても良い。たとえば、コードの最初の行が、図８のフラッシュメモリアレイ４０１のブロック４０２のセクター４０９にあり、同じコードの終わりの行はブロック４０６のセクター４４５にあっても良い。従来の固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブでは、先に消去サイクルを経なくとも、データのビットを重ね書きすることができる。これに対し、図８のフラッシュメモリアレイ４０１の場合には、あらかじめ消去せずに個々のビットセルを論理値０から論理値１に重ね書きすることは不可能である。従って、フラッシュメモリアレイ４０１については、（１つのビットを論理値１から論理値０に書込む場合を除いて）あらかじめ消去を実行することなく新たなデータは旧データに重ね書きされない。その代わりに、旧セクターを汚れたセクターとして識別する。これは、そのセクターがそれ以上使用すべきではないデータを含むことを表わす。そこで、汚れたセクターをクリーンナップ動作中に消去する。すなわち、汚れたセクターは次のクリーンナップ動作のときに消去すべきデータ又はコードを含んでいるのである。たとえば、図８に示すファイル構造４００のセクター４０７は、望ましくない旧コード又は旧データを含む汚れたセクターである。
【００７２】新たなデータ又はコードを汚れたセクター４０７に重ね書きする代わりに、単に、フラッシュメモリアレイ４０７の中の空きブロック又は予約ブロックにある利用可能スペースに新たなコード又はデータを書込む。たとえば、予約ブロック４１６の利用可能セクターの中の１つに新たなデータ又はコードを書込むのである。
【００７３】フラッシュメモリアレイ４０１の特性と、従来の固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブの特性には差があるにもかかわらず、クラスタマッピングテーブル４４６は図８のフラッシュメモリアレイ４０１を、それが固定ディスクドライブ又はフロッピーディスクドライブであるかのようにパーソナルコンピュータシステムのオペレーティングシステムに見せることができる。クラスタマッピングテーブル４４６は、クラスタ論理アドレスをフラッシュメモリアレイ４０１の中の物理セクターにマッピングすることにより、これを実行する。クラスタマッピングテーブル４４６は、複数の連係リスト記述項から構成されるテーブルである。クラスタマッピングテーブル４４６が連係リストを含んでいるため、クラスタマッピングテーブルを時間の経過につれて追加してゆくことができる。
【００７４】図９に示すクラスタマッピングテーブル４４６はリスト５２０中に見られる論理アドレスを欄５２１の物理アドレスにマッピングしている。欄５２２は、テーブル記述項ごとのポインタを示す。欄５２２の特定の１つの記述項に記憶される全てが論理値「１」の空きパターンは、その特定の記述項が連係リストの終わりであることを指示する。全て論理値１の空きパターンをＦ空（１６進数）データパターンという。図９に示すクラスタマッピングテーブル４４６の実施例の場合、クラスタごとのセクターは１つだけである。ＣＭＴ４４６は次のように動作する。クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５５１はクラスタ論理アドレス０をフラッシュメモリアレイ４０１の物理セクターアドレスにマッピングする。説明をわかりやすくするため、図９の欄５２２に示した物理アドレスは図８のファイル構造４００のセクターに対する図中符号と同じにしてある。従って、記述項５５１の物理アドレス４０３は図８のファイル構造４００のセクター４０３に対応する。図９の記述項５５１の場合、欄５２２のポインタはＦ空データパターンを含んでいる。これは、論理アドレス０については他に連係リスト記述項が存在しないことを表わす。すなわち、ファイル構造４００のセクター４０３は汚れたセクターではないのである。これは、物理アドレス４０３に見られるセクターは実際には論理クラスタアドレス０に対応することを意味している。
【００７５】同様に、クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５５３は、クラスタ論理アドレス１をファイル構造の物理アドレス４０５にマッピングしている。物理アドレス４０５は図８に示すセクター４０５に対応する。記述項５５３は次の論理アドレスにＦ空データパターン、すなわち空の欄５２２を含んでいる。これは他に連係リスト記述項が存在しないことを示しているので、物理アドレス４０５はクラスタ論理アドレス１に対応する。クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５５５は連係リストの最初の記述項である。記述項５５５はセクター論理アドレス２を物理アドレス４０７にマッピングしている。物理アドレス４０７にあるのはフラッシュメモリアレイ４０１のセクター４０７である。フラッシュメモリアレイ４０１のセクター４０７は汚れたセクターである。すなわち、セクター４０７は（１）ブロック４０２に関わる次のクリーンナップの時に削除すべき旧情報を含むか、又は（２）物理的な問題を有し、データ記憶のためにはそれ以降使用されない不良セクターであるかのいずれかである。不良セクターの１例としては、欠陥のあるフローティングゲートセルを１つ又は２つ以上含み、そのために、誤りなくデータを記憶することが不可能であるセクターが考えられるであろう。
【００７６】記述項５５５に関する欄５２２の次の論理アドレス又は空記述項はアドレスＳを指示している。アドレスＳは、記述項５５５についてポインタにより指示される再マッピング（すなわち、付属）論理アドレスである。図９では、文字Ｓはフラッシュメモリアレイ４０１の区分ごとの論理セクターの数も表わしている。さらに、Ｓはファイル構造４００がエミュレートしている仮定上の固定ディスク又はフロッピーディスクの区分ごとの論理セクターの数に等しい。論理アドレスＳはクラスタマッピングテーブル４４６の記述項５６３に対応する。記述項５６３の場合、欄５２１に物理アドレス４２１が記述されている。従って、フラッシュメモリアレイ４０１の物理アドレス４２１は再マッピング論理アドレスＳに対応する。物理アドレス４２１にはフラッシュメモリアレイ４０１のセクター４２１が見られる。セクター４２１は汚れたセクターである。クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５６３に関わる次の論理アドレス記述項はアドレスＳ＋１を含む。クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５６５は再マッピング論理アドレスＳ＋１を物理アドレス４４９にマッピングする。物理アドレス４４９はフラッシュメモリアレイ４０１のセクター４４９に対応する。図８のセクター４４９は汚れたセクターである。記述項５６５に関わる次の論理アドレス記述項は論理クラスタアドレスＳ＋２である。クラスタマッピングテーブル４４６の記述項５６７は論理付属クラスタアドレスＳ＋２を物理アドレス４４３にマッピングする。クラスタマッピングテーブル４４６の欄５２１の物理アドレス４４３は、図８に示すセクター４４３に対応する。セクター４４３はファイル構造４００のブロック４０６に見られる。セクター４４３は汚れたセクターではなく、問題のない活動セクターである。図９の記述項５６７に関わる次の論理アドレス又は空記述項はＦ空（１６進数）記述項である。これは、論理クラスタアドレス２と共に始まる連係リストの終わりを指示する。 　」
　
Ｆ．「【００７８】汚れたセクターが作成又は除去されるたびに、クラスタマッピングテーブル４４６中の連係リストチェーンに１つのリンクが追加される。すなわち、クラスタマッピングテーブル４４６の中の各連係リストチェーンは汚れたセクターの作成と除去の履歴記録を表わすのである。たとえば、記述項５５５，５６３，５６５及び５６７から形成される連係リストチェーンの場合、セクター４０７は一時は有効データ又は有効コードを含むきれいな活動セクターであった。その以前の時点では、ＣＭＴ４４６は論理アドレス２を物理アドレス４０７にマッピングしており、記述項５５５に関わるポインタはＦ空データパターンを含んでいた。ところが、パーソナルコンピュータの動作中のいずれかの時点で、セクター４０７は汚れたセクターとなった。セクター４０７が汚れたセクターになってしまうと、記述項５５５に関わるポインタは全て１のＦ空パターンから、付属論理アドレスＳを２進数で表わす新たなパターンに変わる。このＦ空パターンからアドレスＳへの変更は、フラッシュメモリアレイ４０１の場合には個々のビットセルを論理値１から論理値０に重ね書きできるために、重ね書きすることにより実行される（あらかじめ消去せずに）。Ｆ空パターン（全て論理値１から成る）を、アドレスＳを作成するために１つ又は２つ以上のビットを論理値１から論理値０に重ね書きすることにより、アドレスＳに変更した。
【００７９】次に、記述項５６３を再マッピング（すなわち、付属）記述項としてクラスタマッピングテーブル４４６に記憶した。再マッピングアドレスＳをクラスタマッピングテーブル４４６において物理アドレス４２１にマッピングした。物理アドレス４２１はセクター４２１に対応する。先の時点では、セクター４２１は汚れたセクターではなく、優良なセクターであった。その時点では、記述項５６３に関わるポインタはＦ空データパターンを含んでいた。従って、その時点で、クラスタマッピングテーブル４４６は論理アドレス２をセクター４２１にマッピングした。時間の経過につれて、セクター４２１は汚れたセクターとなった。そこで、論理クラスタアドレス２について連係リストに別のリンクを追加する必要がある。従って、記述項５６３に関わるポインタを空データパターンから再マッピングアドレスＳ＋１に変更した。次に、付属アドレスＳ＋１を物理アドレス４４９にマッピングするために、記述項５６５をクラスタマッピングテーブル４４６に記憶した。物理アドレス４４９はセクター４４９に対応する。その時点における記述項５６５に関わるポインタはＦ空データパターンを含んでいた。その時点では、セクター４４９は優良セクターであり、汚れたセクターではなかった。従って、その時点で、クラスタマッピングテーブル４４６は論理アドレス２を物理アドレス４４９にマッピングした。それにより後の時点で、セクター４４９は汚れたセクターになった。この事態が起こると、記述項５６５に関わるポインタはＦ空パターンからアドレスＳ＋２に重ね書きされる。次に、記述項５６７をクラスタマッピングテーブル４４６に記憶した。記述項５６７は「次の論理アドレス又は空」の欄５２２にＦ空データパターンを含んでいた。そこで、クラスタマッピングテーブル４４６は図９に示す通りの形となる。 」
　
（あ）上記Ａおよび図２によれば、パーソナルコンピュータシステム１０は、固定ディスクドライブをエミュレートするフラッシュメモリからなるファイルシステムを備えている。
（い）上記Ｂおよび図８によれば、フラッシュメモリアレイ４０１において、４０３，４０５，４０７・・・・を「セクタ」と呼び、「セクタ」の複数個の集合（例えば、４０２，４０４・・・）を「ブロック」と呼んでいる。そして、上記Ｄによれば、消去はブロック単位でのみ行われるものである。
（う）上記Ｄによれば、クラスタマッピングテーブルは論理セクターを物理セクターにマッピングするものであり、フラッシュメモリ４０１のブロック４２２の中にあるから、ブロック消去可能な不揮発性メモリで構成されている。
（え）上記Ｅによれば、フラッシュメモリは予め消去せずにビットの重ね書きをすることができないので、旧データの含まれたセクターを「汚れたセクター」と識別し、新たなデータは空きブロックの利用可能なスペースに書き込まれる。
（お）上記Ｅによれば、図９に示されるクラスタマッピングテーブルは、パーソナルコンピュータシステムから要求される論理アドレス０〜Ｓ−１を前記フラッシュメモリの物理アドレスにマッピングする記述項５５１〜５６１からなる部分（以下、「主たるクラスタマッピングテーブル」という。）と、主たるクラスタマッピングテーブルの次の論理アドレス又は空の記述する欄５２２の論理アドレスを再マッピングする記述項５６３〜５７１からなる部分（以下、「連係リスト記述項からなるテーブル」という。）を含んでいる。そして、クラスタマッピングテーブルは、次の論理アドレス又は空を記述する欄が「空」のときは連係リストが存在しないことを示し、物理アドレスを格納する欄の物理アドレスが論理アドレスに対応するフラッシュメモリの物理アドレスであることを示し、次の論理アドレス又は空を記述する欄が「空」以外のデータであるときは、該データが連係リストの論理アドレスであることを示している。
（か）上記Ｆによれば、「汚れたセクター」の作成、つまり、優良セクターのデータを更新するときには、次の論理アドレス又は空を示す欄を全て１のＦ空パターンから再マッピングアドレスＳに変更し、連係リスト記述項からなるテーブルの物理アドレスにパーソナルコンピュータシステムの要求する論理アドレスを対応させている。
（き）上記Ｃによれば、パーソナルコンピュータシステムが動作を続け、優良セクターのデータを更新する場合、ブロック４３０の部分４６２のセクターが使用されるから、上記Ｆのように、クラスタマッピングテーブルは、連携リストチェーンにリンクを追加するときに、フラッシュメモリの空きブロックのセクタの物理アドレスを連係リスト記述項からなるテーブルの物理アドレスを格納する欄に書き込むことは明らかである。
　
　以上の通りであるから、引用文献１には、次の発明（以下、「引用発明」という。）が記載されていると認められる。
　
　パーソナルコンピュータシステムのファイルシステムであって、
　前記ファイルシステムは、固定ディスクをエミュレートするフラッシュメモリで構成され、
　前記フラッシュメモリは、複数のセクタからなる複数のブロックにより構成され、消去はブロック単位でのみ可能なものであり、
　前記パーソナルコンピュータシステムから要求される論理セクターアドレスを物理セクターアドレスにマッピングするクラスタマッピングテーブルをブロック消去可能な前記フラッシュメモリ内の一部に有し、
　前記クラスタマッピングテーブルは、パーソナルコンピュータシステムから要求される論理アドレスを前記フラッシュメモリの物理アドレスにマッピングする主たるクラスタマッピングテーブルと再マッピングアドレスをマッピングする連係リスト記述項からなるテーブルを含み、主たるクラスタマッピングテーブルは、論理アドレス対応に前記フラッシュメモリの物理アドレスを格納する欄と次の論理アドレス又は空を記述する欄を有し、連係リスト記述項からなるテーブルは、前記次の論理アドレス対応に前記フラッシュメモリの物理アドレスを格納する欄と次の論理アドレス又は空を記述する欄を有するものであり、
　前記クラスタマッピングテーブルは、次の論理アドレス又は空を記述する欄が「空」のときは連係リストが存在しないことを示し、物理アドレスを格納する欄に格納された物理アドレスが論理アドレスに対応するフラッシュメモリの物理アドレスであることを示し、次の論理アドレス又は空を記述する欄が「空」以外のデータであるときは、該データが連係リストの次の論理アドレスであることを示すものであり、
　前記フラッシュメモリのデータを更新する場合、前記フラッシュメモリの空きデータブロックのセクタの物理アドレスを連係リスト記述項からなるテーブルの物理アドレスを格納する欄に書き込む、
ファイルシステム
　
３．対比
　本願補正発明と引用発明とを対比すると、
引用発明の「パーソナルコンピュータシステム」「ファイルシステム」「クラスタマッピングテーブル」「物理アドレスを格納する欄」は、それぞれ、本願補正発明の「ホストシステム」「データ記憶システム」「ルックアップテーブル」「直接アドレスフィールド」に相当する。
　
　引用発明の「フラッシュメモリ」は、半導体記憶装置であるから、ソリッドステートなデータ記憶手段であり、また、物理アドレスによって記憶位置が特定されるものである。更に、一度データが書き込まれると、再書き込みの前には消去されなければならないものであるから、引用発明の「フラッシュメモリ」は、本願補正発明の「複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段（２０）であって、該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の各々は、一意的な物理アドレスによって位置を特定することができ、かつ、一度書き込まれると、再書き込みされる前に消去されなければならない、複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段（２０）」に相当するものである。
　
　引用発明では「クラスタマッピングテーブル」を、ブロック消去可能な前記フラッシュメモリ内の一部に有しているから、クラスタマッピングテーブルを有する「ブロック消去可能な前記フラッシュメモリ内の一部」は、本願補正発明の「ルックアップテーブルを記憶する不揮発性のブロック消去可能な記憶手段」に相当する。そして、引用発明のファイルシステムでは、クラスタマッピングテーブルに対する操作を行っているから、操作を行うための制御手段を有することは明らかである。従って、引用発明の「前記パーソナルコンピュータシステムから要求される論理セクターアドレスを物理セクターアドレスにマッピングするクラスタマッピングテーブルをブロック消去可能な前記フラッシュメモリ内の一部に有」する構成は、本願補正発明の「該ホストから受け取られた複数の論理アドレスを該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の対応する複数の物理アドレスにマッピングするルックアップテーブルを記憶する不揮発性のブロック消去可能な記憶手段を含む制御手段（１２、２２）」と同等のものである。
　
　引用発明の「主たるクラスタマッピングテーブル」「連係リスト記述項からなるテーブル」は、それぞれ、本願補正発明の「複数のデータブロック」「複数の予備データブロック」に相当しており、「主たるクラスタマッピングテーブル」及び「連係リスト記述項からなるテーブル」の双方が有する次の論理アドレス又は空を記述する欄は、次の論理アドレスを記述するものである点で、本願補正発明の「間接アドレスフィールド」と一致している。
　従って、引用発明の「クラスタマッピングテーブルは、パーソナルコンピュータシステムから要求される論理アドレスを前記フラッシュメモリの物理アドレスにマッピングする主たるクラスタマッピングテーブルと再マッピングアドレスをマッピングする連係リスト記述項からなるテーブルを含み、主たるクラスタマッピングテーブルは、論理アドレス対応に前記フラッシュメモリの物理アドレスを格納する欄と次の論理アドレス又は空を記述する欄を有し、連係リスト記述項からなるテーブルは、前記次の論理アドレス対応に前記フラッシュメモリの物理アドレスを格納する欄と次の論理アドレス又は空を記述する欄を有」する構成と、本願補正発明の「該制御手段の記憶手段は、複数のデータブロックを含み、該複数の論理アドレスの各々に対してそれぞれのデータブロックが存在し、
　該制御手段は、複数の予備データブロックをさらに含み、
　各データブロックと各予備データブロックは、直接アドレスフィールド（１４）と間接アドレスフィールド（１６）とを含」む構成とは、実質的に同等のものである。
　
　引用発明は、フラッシュメモリのデータを更新する場合、主たるクラスタマッピングテーブルの次の論理アドレス又は空を記述する欄から連携リスト記述項からなるテーブルにリンクを張り、連係リスト記述項からなるテーブルの物理アドレスを格納する欄にフラッシュメモリの空きデータブロックのセクタの物理アドレスを書き込むようにするものであるから、引用発明においては、本願補正発明の「新しいデータが同一の論理アドレスに書き込まれる場合には、使用されていない予備データブロックのアドレスを用いて各データブロックの間接アドレスフィールドをプログラムし、かつ、該同一の論理アドレスに対応する新しい物理アドレスを用いて該予備データブロックの該直接アドレスフィールドをプログラムする」ことと同等のことを行っている。
　
　引用発明において、主たるクラスタマッピングテーブルの「次の論理アドレス又は空を記述する欄」は、初期の段階では空であり、連係リスト記述項からなるテーブルにリンクを張るときに次の論理アドレスを書き込むものであるから、「次の論理アドレス又は空を記述する欄」は初期の段階ではプログラムされておらず、次の論理アドレスを書き込まれることでプログラムがされた状態と見ることができる。従って、本願発明の「ポインタフラグフィールド」と引用発明の「次の論理アドレス又は空を記述する欄」とは、格納されるデータにより間接アドレスフィールドがプログラムされているか否かの状態を示すものを有するものである点で一致している。
 
　従って、本願発明と引用発明とは、次の点で一致し、
　
（一致点）
　ホストシステムとともに用いられるデータ記憶システムであって、
　該データ記憶システムは、
　複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段であって、該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の各々は、一意的な物理アドレスによって位置を特定することができ、かつ、一度書き込まれると、再書き込みされる前に消去されなければならない、複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段と、
　該ホストから受け取られた複数の論理アドレスを該複数の消去可能なソリッドステートデータ記憶手段の対応する複数の物理アドレスにマッピングするルックアップテーブルを記憶する不揮発性のブロック消去可能な記憶手段を含む制御手段と
　を備え、
　該制御手段の記憶手段は、複数のデータブロックを含み、該複数の論理アドレスの各々に対してそれぞれのデータブロックが存在し、
　該制御手段は、複数の予備データブロックをさらに含み、
　各データブロックと各予備データブロックは、直接アドレスフィールドと間接アドレスフィールドとを含み、
　該制御手段は、
　新しいデータが同一の論理アドレスに書き込まれる場合には、使用されていない予備データブロックのアドレスを用いて各データブロックの間接アドレスフィールドをプログラムし、かつ、該同一の論理アドレスに対応する新しい物理アドレスを用いて該予備データブロックの該直接アドレスフィールドをプログラムする手段と
　をさらに含み、
　各データブロックは、格納されるデータにより間接アドレスフィールドがプログラムされているか否かの状態を示すものを有する、データ記憶システム
　
また、次の点で相違している。
　
（相違点１）
　本願補正発明では、「該データ記憶手段に書き込まれるためのデータとともに論理アドレスが該ホストから供給される場合には、該論理アドレスに対応する物理アドレスを用いて該記憶手段の各データブロックの直接アドレスフィールドをプログラムする手段」を有するものであるのに対し、引用発明では、主たるクラスタマッピングテーブルにどのような操作がなされるか不明である点
　
（相違点２）
　格納されるデータにより間接アドレスフィールドがプログラムされているか否かの状態を示すものが、本願補正発明では、ポインタフラグフィールドに記憶される１ビットポインタであるのに対し、引用発明では、次の論理アドレス又は空を記述する欄に記憶されるデータである点
　
４．相違点についての判断
相違点１について
　引用発明の主たるクラスタマッピングテーブルは、パーソナルコンピュータシステムから要求される論理アドレスをフラッシュメモリの物理アドレスにマッピングするための物理アドレスを格納する欄を有し、この欄はマッピングする物理アドレスを記述するものであるから、パーソナルコンピュータシステムから最初に要求された論理アドレスにデータを書き込む場合、何らかの手法で獲得したフラッシュメモリの空きデータブロックの物理アドレスを前記「物理アドレスを格納する欄」に書き込むようにすることは明らかであり、また、書き込むためのプログラム手段が必要となることも当然のことであるから、この相違点を格別のものということはできない。
　
相違点２について
　データフィールド内のデータが有効かどうかを判断する手法として、本願の優先日前に頒布された刊行物である
・特開昭６３-２３３４３７号公報の２頁右下欄３行から１２行及び第７図には、データフィールドに有意のデータが存在するか否かを示す１ビットの存在フラグを格納するフラグフィールドを設けるもの、
・特開平２-３１２３２号公報の第２図には、１ビットのフラグ記憶域１９の値が「１」の時、対応するポインタ記憶域２０に有効な値が格納されていて、この値が示す先を更に参照すべきであること、
が記載されており、データフィールド内のデータの有効性を対応する１ビットの有効性フラグによって判断する手法は本願の優先日前周知の事項である。
　従って、間接アドレスフィールドがプログラムされているか否かの判断を、「次の論理アドレス又は空を記述する欄」のデータを読み出すのではなく、上記周知事項のように、データフィールドに対応する１ビットの有効性フラグによって判断するようにすることは、当業者が容易に想到し得ることである。
　
　そして、本願発明の構成によってもたらされる効果も、引用発明から当業者ならば容易に予測することができる程度のものであって、格別のものとはいえない。 
 　 
　したがって、本願補正発明は、引用文献１に記載された発明及び周知技術に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものであるから、特許法第２９条第２項の規定により、特許出願の際に独立して特許を受けることができない。
　
５．むすび 
　以上のとおり、本件手続補正は、平成１８年法律第５５号改正附則第３条第１項によりなお従前の例によるとされる同法による改正前の特許法第１７条の２第５項において準用する同法第１２６条第５項の規定に違反するので、特許法第１５９条第１項において読み替えて準用する同法第５３条第１項の規定により却下すべきものである。
　
第３．本願発明について 
１．本願発明 
　平成１９年１月１０日付けの手続補正は上記のとおり却下されたので、本願の請求項１に係る発明（以下、「本願発明」という。）は、平成１８年７
月１４日付けの手続補正により補正された特許請求の範囲の請求項１に記載
されたとおりのものである。 
 　 
２．引用発明 
　上記引用文献１及びその記載事項は、前記第２の「２．引用発明」に記載したとおりである。 
 　 
３．対比・判断 
　本願発明は、平成１８年７月１４日付けの手続補正による補正前の請求項１に記載された発明であり、前記本願補正発明は、同手続補正による補正後の請求項１に記載された発明である。そして、前記第２の「１．本件手続補正」で検討したように、平成１９年１月１０日付けの手続補正による請求項１に係る補正は、特許請求の範囲の減縮を目的としたものであるから、本願補正発明は、本願発明の発明特定事項を更に限定したものである。 
　そうすると、前記第２の「４．当審の判断」に記載したとおり、本願発明の発明特定事項を更に限定した発明である本願補正発明は、引用文献１に記載された発明及び周知技術に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものであるから、そのような更なる限定のない本願発明もまた、本願補正発明と同様に、引用文献１に記載された発明及び周知技術に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものである。 
 　 
４．むすび 
　以上のとおり、本願発明は、引用文献１に記載の発明及び周知技術に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものであるから、特許法第２９条第２項の規定により特許を受けることができない。 
 　 
　よって、結論のとおり審決する。