【事件の表示】
　平成　６年特許願第５２００１８号「フラッシュファイルシステム」拒絶査定不服審判事件〔平成　６年　９月１５日国際公開、ＷＯ９４／２０９０６、平成　８年１０月２２日国内公表、特表平　８−５１００７２〕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】
１．手続の経緯 
　本願は、平成６年２月２８日（パリ条約による優先権主張１９９３年３月８日、米国）を国際出願日とする出願であって、平成１５年９月２５日付で拒絶査定がなされ、平成１５年１０月７日付でその査定の謄本の送達がなされ、平成１６年１月５日に拒絶査定不服審判の請求がなされるとともに、平成１６年２月３日に手続補正がなされたものである。 
　前記審判請求時の補正により、補正前の請求項１の「ユニット内で仮想アドレスを物理アドレスに」とあるところを「仮想アドレスを物理アドレスに」に補正するものであり、それ以外の補正は、補正前のアンダーラインをなくしたもので、実質的な内容の補正がされているものではない。 
　前記補正は、願書に最初に添付した明細書又は図面に記載した事項の範囲内においてされたものであり、拒絶の理由ｃを解消するための明りょうでない記載の釈明に該当するので、特許法第１７条の２第２項、同３項の規定に適合してなされたものである。 
　 
２．本願発明 
　本願特許請求の範囲の請求項１乃至６に係る発明は、補正された明細書及び図面の記載からみて、その特許請求の範囲の請求項１乃至６に記載されたとおりのものと認められるところ、その請求項３に係る発明（以下、「本願発明」という。）は、つぎのとおりのものである。 
「書込まれていない物理メモリ場所にのみデータを書込むことができ、連続メモリ場所のゾーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法であって、 
　前記メモリを各々が少なくとも１つのゾーンを含む複数のユニットに編成するステップと、 
　各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所からなり、 
　ユニット内の各ブロックの状態を活性書込、非書込または削除として示す割当表を各ユニットについて確立するステップとを含み、 
　　前記メモリの物理ブロックアドレスにデータを書込む際には、 
　（ａ）前記物理ブロックアドレスの状態が活性書込か非書込であるかを判断するステップを含み、 
　（ｂ）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックが活性書込状態であれば、 
　　（１）前記ユニットの少なくとも１つに対する前記割当表を調べて、書込まれていないブロックアドレスを識別するステップと、 
　　（２）前記データを前記メモリの前記書込まれていないブロックアドレスに書込むステップと、 
　　（３）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックを含む前記ユニットに対する前記割当表を変更して、前記物理ブロックアドレスを削除として示すステップと、 
　　（４）パラグラフ（ｂ）（２）で前記データが書込まれたユニットに対する前記割当表を変更して、前記データが書込まれた前記書込まれていないブロックアドレスを活性書込として示すステップと、を含む、メモリ管理方法。」 
　 
３．引用刊行物 
　原査定の拒絶の理由に引用された、本願の出願前に頒布された刊行物である特開平５−２７９２４号公報（以下、「刊行物１」という。）には、次の事項が記載されている。 
Ａ．「【００１３】 
【課題を解決するための手段】これらの目的は、ホスト・コンピュータと外部記憶装置のアドレス関係に柔軟性を与え、ホスト・コンピュータのコマンドの持つ論理アドレスによって外部記憶装置の物理アドレスが一方的に決定されることのないようなアドレス制御方式を導入することによって解決される。外部記憶装置側では、ホストのコマンド処理に備えて、書き込みあるいは複写用のメモリ・ブロックやセクタを常に準備し、この選ばれたメモリ・ブロックやセクタの物理アドレスとホスト・コンピュータのコマンドとの対応関係を、アドレス変換表に記録、保持する。メモリ・ブロックやセクタの状況は夫々の管理表に記録され、管理される。 
【００１４】外部記憶装置側では、ホスト・コンピュータの処理速度や、半導体メモリの利用効率を考慮して最適のメモリ・ブロックやセクタを選択できる。しかもホストのコマンドを待たずに、あるいは、ホストのコマンドと並行してコマンドの処理を行うことによって、ホスト・コンピュータの処理速度を向上させることが出来る。つまり、ブロック管理手段の記録に基づき、データの書込みや消去の可能なメモリ・ブロックを予め準備して、ホスト・プロセッサのコマンドに応答した迅速な処理を可能にしている。さらに、半導体メモリのメモリ・ブロックやセクタを総合的に管理し、利用効率を考慮して自由に物理アドレスを選定することができるので、半導体メモリ内の特定のメモリ・ブロックが不必要に頻繁に消去されることがなくなり、全てのメモリが長期間有効に使用される。ホスト・コンピュータは、物理アドレスを考慮することなく外部記憶装置にコマンドを与え、処理結果を受け取る事ができるので、従来の磁気ディスク装置との互換性も確保される。また、ホスト・プロセッサのコマンド・アドレスに直結した書替えをしないので、容易にファイルを復旧することもできる。」（【００１３】〜【００１４】段落） 
Ｂ．「【請求項５】ホスト・プロセッサと、フラッシュ・メモリで構成されそれぞれが少なくとも１つのセクタを含む複数のメモリ・ブロックから成る外部記憶装置としての半導体メモリと、前記メモリ・ブロックに対する制御を行う制御部とを備えたコンピュータ・システムにおいて、 
前記制御部が、 
前記ホスト・プロセッサの前記コマンドに含まれる論理アドレスをアドレス変換手段によって特定のメモリ・ブロック内のセクタを示す物理アドレスに変換し、 
各メモリ・ブロックの消去回数及び各セクタとメモリ・ブロックの状況を逐次記録したブロック管理手段の記録に基づき、データの書込み用メモリ・ブロック、該データ書込み用メモリ・ブロックを確保するために次に消去する消去用メモリ・ブロックを各々選定し、 
前記ホスト・プロセッサから受け取った書き込みデータを前記書込み用メモリ・ブロックに書き込み、 
前記選定された消去用メモリ・ブロックを消去する、 
ことを特徴とするコンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法。」（請求項５） 
「【請求項９】請求項５において、前記制御部は、 
前記ホスト・プロセッサからのセクタ書込みコマンドに応答して前記選定されたメモリ・ブロックの空白セクタに前記データを書込むと共に、前記セクタ書込みコマンドの論理アドレスが書込み済みの有効セクタの論理アドレスと同じときは該有効セクタのデータは消去せず、ブロック管理手段の該有効セクタに関する状況の記録だけを無効に書換え、前記空白セクタの物理アドレスを前記アドレス変換手段に書き込む、 
ことを特徴とするコンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法。」（請求項９） 
「【００１５】本発明のより具体的な特徴によれば、半導体外部記憶システムは、フラッシュ・メモリで構成され、それぞれが少なくとも１つのセクタを含む複数のメモリ・ブロックから成る半導体メモリと、アドレス変換表、ブロック管理手段及び、コマンド処理部を備え、 前記アドレス変換表は、セクタやメモリ・ブロックの物理アドレスとホスト・コンピュータのコマンドとの対応関係を記録するものであり、前記ブロック管理手段は、各メモリ・ブロックの消去回数及び各メモリ・ブロックと各セクタの状況を記録したものであり、前記コマンド処理部が、前記ブロック管理手段の記録に基づき、データの書込みや消去を行うメモリ・ブロックを選定し、前記コマンドに応答して、前記アドレス変換表から得られる物理アドレスを持つメモリ・ブロックやセクタに対してデータの書込み、読出しあるいはの消去の処理を行い、これらの処理による各セクタやメモリ・ブロックの状況変化を前記ブロック管理手段に逐次記録、更新し、さらに、これらのセクタやメモリ・ブロックの物理アドレスとホスト・コンピュータのコマンドとの対応関係を、前記アドレス変換表に記録、更新し、前記ブロック管理手段の記録に基づき、次にデータの書込みもしくは消去を行うメモリ・ブロックを選定する。」（【００１５】段落） 
Ｃ．「【０００５】しかし、フラッシュ・メモリにはＳＲＡＭやＤＲＡＭにはない制限がある。まず、消去回数には上限があって十万回程度が限度である。しかも、メモリ・ビットのプログラミングは一方通行で、０から１または１から０へしか変えることができない。逆方向へ変えるには、一括消去によってメモリ・ブロック全体を０または１にする必要がある。」（【０００５】段落） 
「【００２０】フラッシュ・メモリ３２はセクタの集まりとして管理される。本実施例では、フラッシュ・メモリ３２を構成する各メモリ・ブロック３２０は５１２のセクタから成り、かつ各セクタは５１２バイトを含んでいる。これらのセクタ数およびバイト数は、メモリ・ブロック３２０の記憶容量やアーキテクチャに応じて変えられる。 
【００２１】なお、本発明において、メモリ・ブロックとは、ブロック消去部によって一括消去されるメモリ・チップ上領域のを意味する。本実施例では、一つのメモリ・ブロックが、一つのメモリ・チップに対応しているが、一つのメモリ・チップに複数のメモリ・ブロックが存在する場合もあり、また、後述するセクタ消去型の例のように、一つのセクタが一つのメモリ・ブロックに相当する場合もある。」（【００２０】〜【００２１】） 
「【００４８】なお、半導体メモリが大きな容量を有するときは、この半導体メモリをそれぞれ複数のメモリ・ブロックを持つ複数の群に分割し、各群毎に、上記したブロックやセクタの管理・制御を行うようにしてもよい。」（【００４８】段落） 
Ｄ．「ブロック管理表３５及びアドレス変換表３６は、頻繁に書替えられ、非常に速いアクセスが要求されるため、ＲＡＭ５４上に実現する。」（【００２２】段落から抜粋） 
Ｅ．「【００２３】図４に示すように、各メモリ・ブロック３２０の最初の数セクタはセクタ管理表６０として使われ、各セクタの状況６４および論理アドレスＬ６６が格納される。各メモリ・ブロック３２０の残りのセクタは、データ領域７０（７０Ａ〜７０Ｎ）として使用される。セクタ管理表６０の大きさは当該メモリ・ブロックおよびそれに含まれるセクタの容量によって決り、上述したブロック当り５１２セクタ、セクタ当り５１２バイトの例では、セクタ管理表として４セクタが必要である。各セクタ７０Ａ〜７０Ｎには、後述するように物理アドレスが割り当てられる。セクタ管理表６０を含むこれらのセクタは、フォーマット・プログラムによりメモリ・チップ上にフォーマットされる。 
【００２４】セクタ管理表６０は各４バイトの複数のエントリを含み、その最初のエントリには、関連するメモリ・ブロック４０の消去回数６２が格納される。２番目のエントリには、関連するメモリ・ブロックにおいてデータ領域７０Ａとして使用される最初のセクタ（今の場合はセクタ４）の状況６４および論理アドレス６６が格納される。３番目のエントリには、その次のセクタ７０Ｂ、すなわちセクタ５の状況６４および論理アドレス６６が格納され、以下同様に、後続の各セクタの状況および論理アドレスが順次に格納される。 
【００２５】セクタの状況６４は、下記のように、４ビットの状況フラグで表される。状況フラグは、フラッシュ・メモリ上にあるため、ビットの変化が一方向に限定される。 
【００２６】１１１１＝空白 
１１１０＝有効 
１１００＝無効 
００００＝消去中 
【００２７】セクタ管理表６０の状況６４に基づいてメモリ・ブロック毎の状況が、ブロック管理表３５に記録される。図６にブロック管理表３５の一例を示し、メモリ・ブロックｉ毎の、空白セクタ数Ｂ（ｉ，１）７２、有効セクタ数Ｂ（ｉ，２）７４及びメモリ・ブロック全体の空白セクタ数Ｂ（，１）７６が記録される。」（【００２３】〜【００２７】段落） 
Ｆ．「各コマンドを実行する場合、コマンド処理部３４はそのコマンド中の論理（セクタ）アドレス６６についてアドレス変換表３６を検索し、対応する物理アドレス６８を得る。物理アドレス６８は、フラッシュ・メモリ３２の特定のメモリ・ブロック３２ｉを指定するブロック・アドレス（ｉ）と、そのブロック内の特定のセクタｊを指定するセクタ・アドレス（ｊ）とから成っている。 
【００３２】次に、上記コマンド処理部３４の各処理の詳細について述べる。最初はブロック管理表とアドレス変換表の初期化（図７Ａ、ステップ７０２）である。図９（図９Ａ，９Ｂ）は、このブロック管理表とアドレス変換表の初期化の処理の詳細である。ブロックの番号ｉ，セクタ番号ｊを初期化し空白セクタ数Ｂ（ｉ，１）、有効セクタ数、有効セクタの数Ｂ（ｉ，２）を共にゼロにし（９０２，９０４）、セクタ管理表６０からブロックｉ内のｊ番目のセクタの状況とポインタＬのデータＳ（ｉ，ｊ）を得る（９０６）。もし、セクタが空白であればブロックｉ内の空白セクタの数Ｂ（ｉ，１）に１を加える。セクタが空白でなければ、次にセクタが有効かチェックし、有効ならば、アドレス変換表３６のＬ番目のＡ（Ｌ）に物理アドレス６８を格納し（９１４）、有効セクタの数Ｂ（ｉ，２）に１を加える（９１６）。以下同様にセクタ番号ｊがブロックｉ内のセクタ総数Ｍになるまで同様の処理を行う（９２０）。さらに、全てのブロックＮについて同様の処理を繰り返す（９２２〜９２４）。そして次にセクタ書き込みを行うブロックの番号ｉｗ，消去コマンドを受け取ったとき消去する候補ブロックの番号ｉｅ，消去時にデータの退避を行うべき空白ブロックの番号ｉｂを決定する（９２６）。 
【００３３】 次に、ファイルの回復（図７Ａ、ステップ７０６）について述べる。 従来の磁気ディスク・システムでは、セクタ書替え時、データがセクタ上に上書きされるので、例えばファイル（ブロック管理表とアドレス変換表を含む）の書き込みの途中で電源に事故が生じると、古いファイル、新しいファイルの両方とも失われてしまう。これに対して、本発明では、セクタ書替え時、古いセクタに上書きすることなく新しいセクタを見つけるため古いデータはそれを含むブロックが消去されるまでの間、有効であり続ける（ただし、セクタの状況フラグはすでに無効に書替えられている）。そこで、ファイルの書き込みに失敗したときには、状況フラグ６４に関係なく、Ｓ（ｉ，ｊ）中のＬの値から古いセクタ６６を見つけ出しフアイルを再生することが、殆どの場合可能である。」（【００３１】〜【００３３】段落から抜粋） 
Ｇ．「【００３６】次に、セクタ書込み処理（図７Ａのステップ７１４）について述べる。図２及び図１２において、コマンド処理部３４は、まず、バッファ３７からホストＣＰＵ１０により与えられた論理アドレスＬを得て、次にアドレス変換表３６を検索し、物理アドレスＡ（Ｌ）を得る。さらにブロック管理表３５を調べて、データ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知る。そして、ホストＣＰＵ１０から受け取ったデータをバッファ３７から読み出し、この新しいデータを空白セクタ７０Ｎに書き込んで、その状況フラグ６４Ｎを「空白」から「有効」に、古いセクタ７０Ａの状況フラグ６４Ａを「有効」から「無効」に書換える。そして、ホストＣＰＵ　１０から指定された、論理アドレス６６と新しいセクタ７０Ｎの物理アドレスの対応をアドレス変換表３６に記憶すると共に、空白セクタ（ｉ，１）数、有効セクタ数（ｉ，２）、空白セクタ総数Ｂ（，１）に関しブロック管理表の記録を更新する。。なお、新しいセクタ７０Ｎが含まれるメモリ・ブロックｉｗは古いセクタ７０Ａと同じメモリ・ブロック３２０内であってもよく、他のメモリ・ブロックにあってもよい。 
【００３７】 図１３（１３Ａ〜１３Ｃ）に上記セクタ書込み処理の詳細を示す。まず、ホストＣＰＵ１０から与えられたコマンドに含まれる論理アドレスＬを得る（１３０２）。そして、後述するファイル配置情報の処理が必要なときはその処理を行い（１３０４，１３０６）、次に、アドレス変換表３６により物理アドレスＡ（Ｌ）を得る（１３０８）。さらにこのＡ（Ｌ）について古いメモリ・ブロック番号ｉ，セクタ番号ｊを得る（１３１４）。次に、書き込み先のメモリ・ブロックｉｗ内の空白セクタのメモリ・アドレスＰを得て、このＰをデータ書込み部４１にセットし、セクタ・データの書き込みを行う（１３１６〜１３２０）。 さらに、Ｐから書き込み先のセクタ番号ｋを得て、ポインタのデータＳ（ｉｗ，ｋ）を有効にしてＬを格納しＰを物理アドレスＡ（Ｌ）とする（１３２２〜１３２６）。次に、同じ論理アドレスの古いデータを論理的に消去するために、メモリ・ブロックの古いポインタＬの値Ｓ（ｉ，ｊ）を無効とし（１３３０）、有効セクタの数Ｂ（ｉ，２）を一つ減ずる（１３３２）。さらに、ブロックｉが次に消去すべきブロックか否かの判定を行い（１３３４）、空白セクタの数Ｂ（ｉｗ，１）を一つ減ずる（１３３６）。そして、もしこの空白セクタの数が０になれば、空白セクタを持つメモリ・ブロックを次の書き込み先のメモリ・ブロックｉｗとして更新する（１３４０）。但し、セクタ・データ退避のために複写先メモリ・ブロックとして選定された空白メモリ・ブロックは、除く。最後に、後述する、ブロックの消去判定と処理を行う（１３４２）。」（【００３６】〜【００３７】段落）  
　 
　Ｂ．に記載の、コンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法における、各メモリ・ブロックの消去回数及び各セクタとメモリ・ブロックの状況を逐次記録したブロック管理手段は、Ａ．の記載を参照すると、メモリ・ブロックやセクタの状況は夫々の管理表に記録されて管理され、Ｅ．の記載を参照すると、セクタ管理表６０の状況６４に基づいてメモリ・ブロック毎の状況が、ブロック管理表３５に記録されることから、ブロック管理手段は、セクタ管理表とブロック管理表であるものが読み取れる。 
　また、Ｂ．に記載の、コンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法における、状況は、Ｅ．の記載を参照すると、状況フラグで表され、少なくとも、空白、有効、無効である。 
　さらに、Ｂ．に記載の、コンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法における、セクタ書込みは、Ｇ．のセクタ書込みの詳細な説明と図１３Ａ乃至１３Ｃを参照すると、コマンド処理部３４は、ホストＣＰＵ１０により与えられた論理アドレスＬを得て、次にアドレス変換表３６を検索し、物理アドレスＡ（Ｌ）を得、物理アドレスＡ（Ｌ）＞０であるかどうか判断し（ステップ１３１２）、Ａ（Ｌ）＞０であれば（有効なセクタであるので書き込むことができず空白セクタを決める必要があると解される）、ブロック管理表３５を調べてデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知り（ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得るステップ１３１６）、データを空白セクタ７０Ｎに書き込み、そのセクタの状況フラグ６４Ｎ（図１２のセクタ管理表の状況フラグ６４Ｎ参照）を「空白」から「有効」に書換えて論理アドレスＬを格納し（Ｓ（ｉｗ，ｋ）を有効にしてＬを格納するステップ１３２４）、古いセクタ７０Ａの状況フラグ６４Ａ（図１２のセクタ管理表の状況フラグ６４Ａ参照）を「有効」から「無効」に書換え（Ｓ（ｉ，ｊ）を無効にするステップ１３０６）、そして、ホストＣＰＵ１０から指定された、論理アドレス６６と新しいセクタ７０Ｎの物理アドレスの対応をアドレス変換表３６に記憶する（ステップ１３２６）。 
　このＧ．に係る記載事項をまとめると、 
　メモリの物理セクタアドレスにデータを書込む際には、 
　論理アドレスＬを得てアドレス変換表３６を検索して物理アドレスＡ（Ｌ）を得、物理アドレスＡ（Ｌ）＞０であるかどうかにより有効か空白かを判断し、Ａ（Ｌ）＞０で有効なら古いメモリ・ブロックのセクタ番号ｉ，ｊを得た場合、及び、Ａ（Ｌ）＞０でない空白の場合、ブロック管理表３５を調べて、ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得てデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知り、この位置の書込まれていない空白セクタ７０Ｎに新しいデータを書込むステップと、 
　前記物理セクタアドレスの前記セクタを含む前記メモリ・ブロックに対する前記セクタ管理表を書換えて、前記物理セクタアドレスを無効として示すステップと、 
　前記データが書込まれたメモリ・ブロックに対する前記セクタ管理表を書換えて、前記データが書込まれた前記書込まれていないセクタアドレスを有効書込として示すステップを含む。 
　また、前記コンピュータ・システムの外部記憶装置制御方法は、メモリの管理がされているので、メモリ管理方法が読み取れる。 
　 
　以上の点をふまえると、刊行物１には、Ｂ．に記載された請求項５を引用する請求項９に係る発明に関し、前記具体的な書込み処理のステップを有する次の発明が記載されていると認められる。（以下、「刊行物１の発明」という。） 
　ホスト・プロセッサと、フラッシュ・メモリで構成されそれぞれが少なくとも１つのセクタを含む複数のメモリ・ブロックから成る外部記憶装置としての半導体メモリと、前記メモリ・ブロックに対する制御を行う制御部とを備え、 
前記制御部が、 
前記ホスト・プロセッサの前記コマンドに含まれる論理アドレスをアドレス変換手段によって特定のメモリ・ブロック内のセクタを示す物理アドレスに変換し、 
各メモリ・ブロックの消去回数及び各セクタとメモリ・ブロックの少なくとも、空白、有効、無効の状況を逐次記録したセグメント管理表とブロック管理表を有するブロック管理手段の記録に基づき、データの書込み用メモリ・ブロック、該データ書込み用メモリ・ブロックを確保するために次に消去する消去用メモリ・ブロックを各々選定し、 
前記ホスト・プロセッサから受け取った書き込みデータを前記書込み用メモリ・ブロックに書き込み、 
前記選定された消去用メモリ・ブロックを消去する、 
コンピュータ・システムのメモリ管理方法において、 
前記制御部は、 
前記ホスト・プロセッサからのセクタ書込みコマンドに応答して前記選定されたメモリ・ブロックの空白セクタに前記データを書込むと共に、前記セクタ書込みコマンドの論理アドレスが書込み済みの有効セクタの論理アドレスと同じときは該有効セクタのデータは消去せず、ブロック管理手段の該有効セクタに関する状況の記録だけを無効に書換え、前記空白セクタの物理アドレスを前記アドレス変換手段に書き込む、 
コンピュータ・システムのメモリ管理方法であって、 
　メモリの物理セクタアドレスにデータを書込む際には、 
　論理アドレスＬを得てアドレス変換表３６を検索して物理アドレスＡ（Ｌ）を得、物理アドレスＡ（Ｌ）＞０であるかどうかにより有効か空白かを判断し、Ａ（Ｌ）＞０であって有効なら古いメモリ・ブロックのセクタ番号ｉ，ｊを得る場合、及び、Ａ（Ｌ）＞０ではなくて空白の場合、ブロック管理表３５を調べて、ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得てデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知り、この位置の書込まれていない空白セクタ７０Ｎに新しいデータを書込むステップと、 
　前記物理セクタアドレスの前記セクタを含む前記メモリ・ブロックに対する前記セクタ管理表を書換えて、前記物理セクタアドレスを無効として示すステップと、 
　前記データが書込まれたメモリ・ブロックに対する前記セクタ管理表を書換えて、前記データが書込まれた前記書込まれていないセクタアドレスを有効書込として示すステップを含む 、メモリ管理方法。 
　 
４．対比 
　以下、本願発明と刊行物１の発明とを対比する。 
（１）刊行物１の発明の、フラッシュ・メモリで構成され、それぞれが少なくとも１つのセクタを含む複数のメモリ・ブロックから成る外部記憶装置としての半導体メモリは、Ｃ．の記載を参照すると、書込まれていない物理メモリ場所にのみデータを書込む通常のフラッシュ・メモリにおけるものであり、メモリ・ブロックは、一括消去されるメモリ・チップ上領域を意味するので、前記複数のメモリ・ブロックは、本願発明の「ゾーン」（物理的に消去され得る１つ以上の物理的に連続したフラッシュメモリの領域（本願明細書第４頁４行〜６行、ＦＩＧ．２）参照）に対応し、刊行物１の発明は、そのメモリのための管理方法とみることができるので、本願発明の「書込まれていない物理メモリ場所にのみデータを書込むことができ、連続メモリ場所のゾーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法であって、」に相当する構成を有する。 
（２）刊行物１の発明の、セクタ、ブロックは、それぞれ本願発明の「ブロック」、「ユニット」に対応し（平成１６年２月３日付請求の理由の手続補正書第２頁（ｂ）引用発明の説明の項を合わせて参照）、刊行物１の発明の、複数のメモリ・ブロックから成る半導体メモリについてみると、Ｃ．の記載を参照すれば、一つのメモリ・チップに複数のメモリ・ブロックが存在する場合や、複数のメモリ・ブロックを持つ複数の群に分割して編成して各群毎にブロックやセクタの管理・制御を行ってもよい旨示されており、刊行物１の発明の複数のメモリ・ブロックから成る半導体メモリの編成は、この編成ステップを有することは自明であり、また、本願発明は「少なくとも１つのゾーンを含む」とあることから、１つのメモリ・ブロックが１つのユニットである場合も本願発明であり、したがって、刊行物１の発明は、本願発明の「前記メモリを各々が少なくとも１つのゾーンを含む複数のユニットに編成するステップ」に相当するステップを有する。 
（３）前記のように、刊行物１の発明のセクタは、本願発明の「ブロック」に相当し、刊行物１の発明の、それぞれが少なくとも１つのセクタを含む複数のメモリ・ブロックからなる半導体メモリは、セクタの各々が連続物理メモリ場所からなることも通常のものにすぎないので、この点を加味すると、本願発明の「各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所からなり」に相当する構成を有する。 
（４）刊行物１の発明の、ブロック管理手段は、ブロック管理表とセクタ管理表を備え、各メモリ・ブロックの消去回数及び各メモリ・ブロックと各セクタの状況として少なくとも、空白、有効、無効を逐次記録したものであり、図４とＥ．の記載を参照すると、セクタ管理表は各メモリ・ブロックの最初の数セクタを使い、ここで、前記、状況、有効、空白、無効は、それぞれ本願発明の「状態」「活性書込」「非書込」「削除」に相当し、セクタ管理表は本願発明の「割当表」に相当し、逐次記録されて確立されるステップを有すると解されるので、本願発明の「ユニット内の各ブロックの状態を活性書込、非書込または削除として示す割当表を各ユニットについて確立するステップとを含み」に相当する構成を有する。 
（５）刊行物１の発明の、前記メモリの物理セクタアドレスにデータを書込む際には、は、本願発明の「前記メモリの物理ブロックアドレスにデータを書込む際には、」に対応し、 
　論理アドレスＬを得てアドレス変換表３６を検索して物理アドレスＡ（Ｌ）を得、物理アドレスＡ（Ｌ）＞０であるかどうか判断し、において、物理アドレスＡ（Ｌ）＞０であるかどうかは、物理セクタアドレスの状況が有効か空白であるかを判断し、有効の状況であればアドレス変換表に物理アドレスが格納されているので、Ａ（Ｌ）＞０であるかないかを判断することは、Ｆ．の記載を参照すると、セクタが有効かチェックして有効ならば、アドレス変換表３６のＬ番目のＡ（Ｌ）に物理アドレスが格納されていることからして、物理セクタアドレスの状況が有効か空白であるかを判断することに他ならず、刊行物１の発明の前記の判断するステップは、本願発明の「（ａ）物理ブロックアドレスの状態が活性書込か非書込であるかを判断するステップを含み」に相当し、 
　物理アドレスＡ（Ｌ）＞０である場合は、前記物理セクタアドレスの前記セクタが有効の状況であることが判断されることであるから、本願発明の「（ｂ）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックが活性書込状態であれば」に相当し、 
　ブロック管理表３５を調べて、ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得てデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知る点は、空白セクタのアドレスＰを得て書込位置を識別しているといえるので、本願発明の「（１）書込まれていないブロックアドレスを識別するステップと」に相当し、そして、この位置を知り、新しいデータを書込まれていないセクタアドレスである空白セクタ７０Ｎに書込むステップは、本願発明の「（２）前記データを前記メモリの書込まれていないブロックアドレスに書込むステップ」に相当する。 
　また、刊行物１の発明の、前記物理セクタアドレスの前記セクタを含む前記メモリ・ブロックに対する前記セクタ管理表を書換えて、前記物理セクタアドレスを無効として示すステップと、 
　前記データが書込まれたメモリ・ブロック群に対する前記セクタ管理表を書換えて、前記データが書込まれた前記書込まれていないセクタアドレスを有効書込として示すステップは、それぞれ本願発明の「（３）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックを含む前記ユニットに対する前記割当表を変更して、前記物理ブロックアドレスを削除として示すステップと、 
（４）パラグラフ（ｂ）（２）で前記データが書込まれたユニットに対する前記割当表を変更して、前記データが書込まれた前記書込まれていないブロックアドレスを活性書込として示すステップ」に相当する。 
　 
　したがって、本願発明と刊行物１の発明とは、次の構成を共通して有する発明である点では一致し、以下の点で相違している。 
〈一致点〉 
「書込まれていない物理メモリ場所にのみデータを書込むことができ、連続メモリ場所のゾーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法であって、 
　前記メモリを各々が少なくとも１つのゾーンを含む複数のユニットに編成するステップと、 
　各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所からなり、 
　ユニット内の各ブロックの状態を活性書込、非書込または削除として示す割当表を各ユニットについて確立するステップとを含み、 
　前記メモリの物理セクタアドレスにデータを書込む際には、 
　（ａ）前記物理ブロックアドレスの状態が活性書込か非書込であるかを判断するステップを含み、 
　（ｂ）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックが活性書込状態であれば、 
　　（１）書込まれていないブロックアドレスを識別するステップと、 
　　（２）前記データを前記メモリの前記書込まれていないブロックアドレスに書込むステップと、 
　　（３）前記物理ブロックアドレスの前記ブロックを含む前記ユニットに対する前記割当表を変更して、前記物理ブロックアドレスを削除として示すステップと、 
　　（４）パラグラフ（ｂ）（２）で前記データが書込まれたユニットに対する前記割当表を変更して、前記データが書込まれた前記書込まれていないブロックアドレスを活性書込として示すステップと、を含む、メモリ管理方法」 
　 
〈相違点〉 
　書込まれていないブロックアドレスを識別するステップが、本願発明では、（１）ユニットの少なくとも１つに対する割当表を調べて、書込まれていないブロックアドレスを識別するステップであるのに対し、刊行物１の発明では、ブロック管理表３５を調べて、ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得てデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知るものである点。 
　 
５．当審判断 
　刊行物１におけるＡ．Ｄ．の記載を参照すると、外部記憶装置側では、ホストのコマンド処理に備えて、書き込みあるいは複写用のメモリ・ブロックやセクタを常に準備し、この選ばれたメモリ・ブロックやセクタの物理アドレスとホスト・コンピュータのコマンドとの対応関係を、アドレス変換表に記録、保持し、メモリ・ブロックやセクタの状況は夫々の管理表に記録、管理し、ホスト・コンピュータの処理速度や、半導体メモリの利用効率を考慮して最適のメモリ・ブロックやセクタを選択でき、しかもホストのコマンドを待たずに（例えば、メモリ・ブロックを準備し）、あるいは、ホストのコマンドと並行してコマンドの処理を行うことによって、ホスト・コンピュータの処理速度を向上させるものである。 
　このため、刊行物１の発明は、各メモリ・ブロックの消去回数及び各セクタとメモリ・ブロックの少なくとも、空白、有効、無効の状況を逐次記録したセグメント管理表とブロック管理表を有するブロック管理手段の記録に基づき、少なくとも、データの書込み用メモリ・ブロックを選定し、前記ホスト・プロセッサからのセクタ書込みコマンドに応答して前記選定されたメモリ・ブロックの空白セクタに前記データを書込むものであり、そうすると、前記のような処理速度を向上することが、さほどなされないときには、書き込みあるいは複写用のメモリ・ブロックやセクタを事前に準備することなく、事後に、つまり、ホスト・プロセッサの書込み要求時にコマンドに応答して、管理表により書き込み可能な空白セクタのアドレスを調べて書き込みを行う技術も示唆されているといえる。 
　また、一般に、外部記憶装置のセクタにデータを書込む際に、事前準備することなく、書込みの一連の操作として、管理データを調べてセクタにデータを書き込むことは、本願出願前通常行われている技術である。 
　刊行物１には、Ｆ．の記載を参照すると、全てのブロックの少なくとも１つに対するセクタ管理表を調べる技術、この調べるステップにおいて書込まれていないセクタアドレスを識別できる技術が示されている。即ち、物理アドレス６８は、フラッシュ・メモリ３２の特定のメモリ・ブロック３２ｉを指定するブロック・アドレス（ｉ）と、そのブロック内の特定のセクタｊを指定するセクタ・アドレス（ｊ）とから成っており、 
　次にセクタ書き込みを行うブロックの番号ｉｗを決定するのに、セクタ管理表６０からブロックｉ内のｊ番目のセクタの状況とポインタＬのデータＳ（ｉ，ｊ）を得（９０６）、もし、セクタが空白であればブロックｉ内の空白セクタの数Ｂ（ｉ，１）に１を加え、セクタが空白でなければ、次にセクタが有効かチェックし、有効ならば、アドレス変換表３６のＬ番目のＡ（Ｌ）に物理アドレス６８を格納し（９１４）、有効セクタの数Ｂ（ｉ，２）に１を加え、以下同様にセクタ番号ｊがブロックｉ内のセクタ総数Ｍになるまで同様の処理を行い、さらに、全てのブロックＮについて同様の処理を繰り返すことが記載され、Ｅ．の記載及び図４を参照すれば、セクタ管理表には各セクタの空白、有効、無効などで示される状況、論理アドレスＬが格納されているので、このセクタ管理表を調べることにより、Ｌを識別して前記物理アドレスＡ（Ｌ）を求めることができ、書込まれていないセクタアドレスを識別できることは自明のことである。 
　刊行物１の発明の、ｉｗ内の空白セクタのメモリアドレスＰを得てデータ領域７０の空白セクタ７０Ｎの位置を知るのに、ユニットの少なくとも１つに対する割当表を調べて、書込まれていないブロックアドレスを識別することは、前記一連の操作として管理表を調べてセクタにデータを書き込む技術乃至、刊行物１の前記技術を参酌することにより当業者が容易になし得ることである。 
　そして、本願発明の構成により奏する効果も、刊行物１の発明及び前記技術から当然予想される範囲内のものにすぎず、格別顕著なものとは認められない。　 
　 
６．むすび 
　本願発明は、刊行物１に記載された発明及び本願出願前周知の技術的事項に基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。