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一种管理包含以分层结构来组织的存储元(2)的存储器(1)的方法，每个存储元(2)具有包含个体身份信息的头部(3)和包含数据的主体(4)，每个元的身份信息基于取第一值或第二值的多个比特编码，每个元的身份信息是通过复制在分层结构中构成该元的直接先辈的元的身份信息并在所述先辈的身份信息中改变在读取身份信息的方向上跟随最后的第二值比特之后的第一值比特的值而获得的。

1.  一种管理包含以分层结构来组织的存储元(2)的存储器(1)的方法，每个存储元(2)具有包含个体身份信息的头部(3)和包含数据的主体(4)，其特征在于，每个元的所述身份信息基于取第一值或第二值的多个比特编码，且每个元的所述身份信息是通过复制在所述分层结构中构成该元的直接先辈的元的身份信息并在所述先辈的身份信息中改变在读取身份信息的方向上跟随最后的第二值比特之后的第一值比特的值而获得的。

2.  如权利要求1所述的方法，其特征在于，所述分层结构中的最高元的身份信息的比特全部是第一值比特。

3.  如权利要求1所述的方法，其特征在于，从所述存储器(1)删除其中一个元(2)，随后重编组剩下的元。

4.  如权利要求1所述的方法，其特征在于，所述存储器(1)具有快速访问区(5)并且所述方法包括步骤：标识至少一个频繁访问的元(2)并将该频繁访问的元记录在所述快速访问区中。

管理包括提供有指示其祖先的识别信息的元的存储器的方法
本发明涉及一种管理例如电可擦除可编程只读存储器(EEPROM)等存储器的方法。该存储器可用于例如智能卡。
发明背景
在这种存储器中，存储的元一般以分层结构(或树结构)组织，并且已知借助元分配表和/或指针管理所述元。由于每个元对应于一个物理地址，所以可以说这些元物理地相互彼此链接。这种对应性出现在元分配表中，由此使其理论上能快速找到所查找的元。使用元分配表的缺点是它占据存储器空间的一部分，这部分存储空间不能再用于存储数据。另外，元分层结构的任何改变——例如元的移动、删除或创建——需要对元分配表的相应修改，而且为了删除还需要将作为所删除元的子孙的任何元删除。这种元分配表的更新减慢了元的管理并调动存储器所链接的计算机装置。
这些缺点在受管理的存储器用于智能卡时尤为麻烦：存储器相对小尺寸而智能卡读取器的计算机资源有限。
另外，当存储器包含可自由访问的元和仅限于经授权人访问的元时，未经授权的人可能通过请求指针指向可自由访问的元的地址同时干扰指针的工作(例如使其受到激光束作用)而试图访问限制访问的元。则存在将指针引至访问限制访问的元而使其不可能验证所请求地址和所达元之间的对应性的干扰风险。
发明目的
因此提供一种不具有上述缺陷的管理存储器的方法是有利的。
发明概述
为此，本发明提供一种管理包含以分层机构组织的存储元的存储器的方法，每个存储元具有包含个体身份信息的头部和包含数据的主体，每个元的身份信息基于取第一值和第二值的多个比特编码，每个元的身份信息是通过复制在分层结构中构成该元的直接先辈的元的身份信息并在所述先辈的身份信息中改变在读取身份信息的方向跟随最后的第二值比特之后的第一值比特的值而获得的。
因此，元的身份信息使得该元能被标识并使该元的先辈已知。因此该元中包含在元分层结构中确定其位置所需的信息。
较佳地，分层结构中最高元的身份信息的各比特都是第一值。
由此可能具有由本发明的方法所标识的元的最大数量。
较佳地，从存储器中删除其中一个元之后，将剩下的元重编组。
由于每个元本身包含能确定其在元分层结构中的位置的信息，因此元的移动、删除或创建不需要对寻址表或其它元作任何更新，并因此能快速和可靠地执行。重编组剩下的元可用来加速对这些元的访问。这也使得能够重新恢复存储器空间。
在阅读下文中本发明的具体、非限定性实施的说明之后，本发明的其它特征和优点将变得明显。

附图简述
参照附图，在附图中：
图1是根据本发明的方法管理的存储器的分层结构的示意图；以及
图2是以直线形式示出的存储器的片段图。
本发明的详细说明
参照附图，总体以附图标记1表示的存储器是EEPROM型。
存储器1包含以图1所示分层结构组织的存储元2。术语“存储元”用来表示目录型存储元，也就是包含文件的元。每个存储元具有含个体身份信息的头部3和含数据的主体4。
每个元的身份信息基于多个比特编码，每个比特可取第一值或第二值。具体地说，基于8个比特编码身份信息，每个比特可取值0或1。
本实施例的分层结构中的最高元具有其身份信息被置为0的8比特。
元0000 0000是八个元的直接先辈，其中的某些元本身是其它元的先辈，以此类推。
每个元的身份信息是通过复制在分层结构中构成该元的直接先辈的元的身份信息并在所述先辈的身份信息中改变在读取身份信息的方向(在本实施例中为从左至右)上跟随最后的1比特之后的0比特的值而获得的。
因此，元00000000的子孙分别具有下列身份信息：1000 0000、0100 0000、0010 0000、0001 0000、0000 1000、0000 0100、0000 0010和0000 0001。
要理解，读取方向上的最后一个1比特之后的0比特的数目确定元可具有的子孙的数目。在本实施例中，分层结构具有最大8个等级且存储器具有256个元。
因此，属于1000 0000、0100 0000、0010 0000、0001 0000、0000 1000、0000 0100、0000 0010和0000 0001中每个元的子孙数目分别为7、6、5、4、3、2、1、0。
(等级1的)元10000000在本实施例中具有三个子孙，它们分别具有下列身份信息：1100 0000、1010 0000和1001 0000。
(等级2的)元1100 0000也有三个子孙，它们分别具有下列身份信息：1100 0000、1101 0000和110 01000。元1100 0000可具有三个以上的子孙。
(等级3的)元11100000具有身份信息为1111 0000的一个子孙。元11100000可具有四个其它的子孙。
(等级3的)元1100 1000也有三个子孙，它们分别具有下列身份信息：1100 1100、1100 1010和1100 1001。这些元1100 1100、1100 1010、1100 1001中的每一个所具有的子孙数目分别为2、1和0。
(等级1的)元0000 0100在本实施中具有两个子孙，它们分别具有下列身份信息：0000 0110和0000 0101。
(等级2的)元0000 0110具有(且只能有)一个子孙，其身份信息为00000111。元0000 0101不能有任何子孙。
要理解，1比特的数目用来确定元在分层结构中的等级(元0000 0000为等级0)。读取方向中最后的1比特用来标识其等级内的元，而之前的比特标识其直接先辈(由于每个元再现其直接先辈的身份信息，因此能标识其所有先辈)。
因此，一旦到达元0000 0111，已知其连续先辈是元0000 0110、0000 0100和0000 0000。
假设元0000 0100的访问限制于已授权人，很容易理解元0000 0111也是限制访问的。
也可轻易标识元的世系。因此，元0010 0000的子孙全部具有从比特001开始的身份信息。
本发明的方法因此使其能够执行各元之间的逻辑(与物理相对)链接。
在图2中，存储器1以线性方式表示并包括快速访问区5。
该方法包括步骤：标识至少一个频繁访问的元2，将频繁访问的元2记录在快速访问区5中。由于本发明的方法足以移动元2而不更新其它元或寻址表，因此它不会引起任何问题。
另外，从存储器1删除其中一个元2(例如元0000 0001)，之后将剩下的元重编组：随后仅将元0000 0110和0100 1110移至其它元附近。
因此，不需要将元2物理地组织在存储器1中。即它们在存储器中的物理位置从管理存储器的角度来看是无关紧要的(除了如上所述当存储器区具有更快的访问时)。这简化和加速写、移动、删除和创建元的操作。
当然，本发明不局限于所述实施例，而是覆盖本发明如权利要求所定义的范围内的任何变化。
具体地说，标识信息可基于一些其它数目的比特而编码。因此，在所述例子中，身份信息基于8个比特编码，但也可以更大数目的比特编码。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而其子孙可以是0111 1111、1011 1111、1101 1111、1110 1111等。
元的树结构可不同于所描述的树结构，并且元可具有不同的结构。