JP2000330850A - フラッシュメモリ制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】小容量のデータを高い頻度で書換えてもその管
理が負担とならず、システム負荷を軽微なものにする。 【解決手段】フラッシュメモリを複数のセクタ11に分割
設定し、各セクタ11それぞれに、そのセクタの親番号、
セクタのアクセス状態を示すセクタ管理領域、複数のデ
ータブロックからなるブロックデータ部、及び各データ
ブロック毎のアクセス状態を示すブロック管理領域を設
け、上記セクタ管理領域とブロック管理領域とに対応し
てセクタの一括消去を含むアクセス制御を行なう。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、フラッシュメモリ
に対して比較的小容量のデータの書換えを行なうフラッ
シュメモリ制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】近時、非常に多くの電子機器、例えばパ
ーソナルコンピュータ等のデータ処理装置のみならず、
電子スチル／ビデオカメラやデジタル携帯電話、電子ゲ
ーム機等で、フラッシュメモリ（フラッシュＥＥＰＲＯ
Ｍ）が広く使用されている。このフラッシュメモリは、
メモリ全体あるいはブロック単位で大量のデータを一括
して電気的に消去することが可能で、且つ書込みに要す
る速度がＲＡＭとほぼ同等と言えるほど速いなど、一般
的な不揮発性メモリであるＥＥＰＲＯＭとは異なる使い
方がされている。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記の
ようなフラッシュメモリは、大量のデータをメモリに効
率的に格納することを目的として、データをファイル単
位で書換えるようにしているため、一度に消去するデー
タ領域が大きい。

【０００４】そのため、画像データなどのサイズの大き
なデータファイルを一括して書換えるような使用には適
している反面、比較的サイズの小さなデータを高い頻度
で書換えるものとすると、管理領域や管理方式の負担が
大きすぎるものとなってしまうという不具合を生じる。

【０００５】本発明は上記のような実情に鑑みてなされ
たもので、その目的とするところは、小容量のデータを
高い頻度で書換えてもその管理が負担とならず、システ
ム負荷が軽微なフラッシュメモリ制御方法を提供するこ
とにある。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】請求項１記載の発明
は、フラッシュメモリを複数のセクタに分割設定し、上
記複数のセクタそれぞれに、そのセクタの識別情報を記
憶する領域と、セクタのアクセス状態を示すセクタ管理
情報を記憶する領域と、複数のデータブロックからなる
データ領域と、このデータ領域内の各データブロック毎
のアクセス状態を示すブロック管理情報からなるブロッ
ク管理領域とを設け、上記セクタ管理情報とブロック管
理情報とに基づいてブロック単位でのデータの書込み、
及びセクタ単位でのデータの一括消去を含むアクセス制
御を行なうことを特徴とする。

【０００７】このような方法とすれば、セクタ単位での
一括消去を含むアクセス制御を実行することにより、小
容量のデータを高い頻度で書換えてもその管理が負担と
ならず、システム負荷を軽微なものにできる上、書込み
途中での中断に対してもデータを破壊せずに保護するこ
とも可能となる。

【０００８】請求項２記載の発明は、請求項１記載の発
明において、上記複数のセクタそれぞれに、そのセクタ
の消去回数を積算記憶するセクタ消去回数を記憶する領
域をさらに設け、上記アクセス制御は、上記セクタ消去
回数に基づいてデータの書込みを行なうセクタを選択す
ることを特徴とする。

【０００９】このような方法とすれば、上記請求項１記
載の発明の作用に加えて、消去回数が制限されるフラッ
シュメモリにあって、全てのセクタを平均的に使用する
ように管理することで、特定のセクタのみを繰返し消去
して先に寿命が尽きてしまうようなことがなく、メモリ
全体を有効に活用することができる。

【００１０】

【発明の実施の形態】以下図面を参照して本発明の実施
の一形態を説明する。

【００１１】図１は同実施の形態に係るフラッシュメモ
リ１０の構成を示すもので、同図に示す如くフラッシュ
メモリ１０は複数のセクタ１１，１１，‥‥から構成さ
れる。

【００１２】図２は、このフラッシュメモリ１０を構成
する１つのセクタ１１内の領域構成を示すものである。
同図に示す如く１つのセクタ１１は、セクタ管理領域
（１６ビット）、親セクタ番号（１６ビット）、セクタ
消去回数（３２ビット）、及びブロック管理領域（ｎワ
ード（ｎは自然数，１ワード＝１６ビット））からなる
ヘッダ領域と、ブロックデータ部（６４×ｎバイト）、
及び必要により未使用領域からなるデータ領域とから構
成される。

【００１３】各領域のサイズは、本来セクタサイズや使
用目的等により最適値が存在するものであるが、ここで
は例えばセクタ全体を８Ｋバイト、ブロックデータサイ
ズを６４バイトとし、図示した未使用領域を生じないも
のとして、ｎ＝１２４に設定するものとする。

【００１４】ヘッダ領域のセクタ管理領域は、そのセク
タ全体の状態を管理するフラグで構成されるもので、図
３に示すように上位１５〜５の１１ビットが未使用で全
て“１”であり、４〜０の下位５ビットが実際のセクタ
管理フラグとなる。

【００１５】これらセクタ管理フラグは、その遷移状態
を図示する如く、素子の構造上、５ビット全てが“１”
となった最も安定したフラッシュ後の初期状態で「物理
的に消去されたセクタ」を表わし、以後先頭側から１ビ
ットずつ“０”に書換えることで「未使用セクタ（スペ
アセクタ）」「ガーベッジコレクション中」「親セクタ
消去中」「有効セクタ」及び「削除セクタ」の計６つの
状態を表わすものとする。

【００１６】親セクタ番号は、そのセクタの内容が存在
する物理セクタ番号が記述されるもので、図４に示すよ
うに上位１５〜８の８ビットが予約領域で全て“１”と
なり、７〜０の下位８ビットが実際の親セクタ番号とな
る。この親セクタ番号は、「０」から順に割り当てられ
る。

【００１７】セクタ消去回数は、図５に示す如く３１〜
０の全３２ビットでそのセクタの累積した消去回数を記
述する。ここでは、「０００００００１（Ｈ）」〜「Ｆ
ＦＦＦＦＦＦＥ（Ｈ）」の範囲の値をとり、「００００
００００（Ｈ）」，「ＦＦＦＦＦＦＦＦ（Ｈ）」の２つ
の値は使用しないものとする。これは、何かの理由によ
りオール「０」あるいはオール「１」に成ったときに、
データがオール「０」あるいはオール「１」なのか、別
の理由によりオール「０」あるいはオール「１」に成っ
たのか分からなくなるためである。

【００１８】ブロック管理領域は、１ワード×ｎ個が一
次配列され、各１ワードで対応するブロックデータ部の
データ１ブロックに関する管理情報を記述するもので、
各ワードにおいては、図６に示す如く上位１５〜１２の
４ビットでブロックフラグを、１１〜８の４ビットで予
約領域を、７〜０の下位８ビットでベースアドレスを表
現する。

【００１９】このうち、ブロックフラグは、その遷移状
態を図示する如く、メモリ素子の構造上、４ビット全て
がフラッシュにより“１”となった初期状態で「未使用
領域」を表わし、以後先頭側から１ビットずつ“０”に
書換えることで「書込み途中」「元データ削除中」「有
効データ」及び「削除データ」の計５つの状態を表わす
ものとする。

【００２０】また予約領域は、データエリア領域の拡大
時の予約領域であり、総データサイズがブロックサイズ
×２５６以上になった場合に使用する。

【００２１】ベースアドレスは、そのブロックのベース
アドレスの数値をブロックサイズの数値を除数として除
算した商で記述する。

【００２２】ブロックデータ部は、図７に示すようにデ
ータサイズ（各ブロック６４バイト）×ｎブロックの一
次配列でデータがブロック化されて書込まれるもので、
各要素は、対応するブロック管理領域のベースアドレス
×ブロックサイズ（６４バイト）＋０から＋６３までの
アドレスアドレスのデータに相当する。本実施形態で
は、ブロックを１２４として説明しているので、第０ブ
ロックから第１２３ブロックと成っている。

【００２３】次に上記セクタ管理領域のセクタ管理フラ
グとブロック管理領域のブロック管理フラグの各遷移状
態を説明する。

【００２４】図８はそのセクタ全体の状態を管理するセ
クタ管理フラグの循環的な遷移状態を示すもので、その
セクタにすでにデータを記憶させており、任意にデータ
を読出し可能な状態が「有効セクタ（００００１）」と
なる。 その後、当該セクタに記憶されているデータを
読出して他のセクタに転送し、該転送が完了してこのセ
クタに記憶していたデータが他のセクタに確保される
と、このセクタに記憶しているデータはもう必要ないの
で、「セクタ消去開始（削除セクタ）（０００００）」
の状態を介して「セクタ消去中…消去終了」として当該
セクタ全体をフラッシュ（オール「１」に）することに
より初期状態である「物理的に消去されたセクタ（１１
１１１）」の状態とする。

【００２５】その後、フラッシュを完全に終了した時点
で、セクタ管理フラグの第１（先頭）ビットを“０”に
書換えることで新たなデータの書込みに備えた「未使用
セクタ（スペアセクタ）（０１１１１）」の状態とす
る。

【００２６】次いで、セクタ管理フラグの第２ビットも
“０”に書換えることで、このセクタへ他のセクタから
読出した有効データを書込む「ガーベッジコレクション
中（００１１１）」の状態とする。 さらに、このセク
タへの書込みを終了した時点でセクタ管理フラグの第３
ビットも“０”に書換えることで、上記書込むべきデー
タを読出した他のセクタに対する後処理として「元セク
タ削除中（０００１１）」の状態とし、セクタ管理フラ
グの第４ビットも“０”に書換えることで、再び上述し
た「有効セクタ（００００１）」の状態に移行する。

【００２７】上記処理を繰り返すことにより、セクタの
フラッシュが行われる。しかし、これらの処理の途中
で、例えば電源の切断など何らかの要因による処理中断
が発生すると、処理の再開時にセクタ管理フラグ値に基
づいてセクタの状態を判断して、セクタの修復を行う。

【００２８】すなわち、図８に示すように、フラグ値
「有効セクタ（００００１）」及び「未使用セクタ（０
１１１１）」は、処理が完了しているので、再開時にも
その内容はそのままとして変更はしない。

【００２９】また、フラグ値「セクタ消去開始（０００
００）」、「セクタ消去中（１１１１１）」及び「ガー
ベッジコレクション中（００１１１）」は、セクタのデ
ータの処理途中であり、データの真偽性が定かでないの
で、セクタのブロックデータ部の内容を再度消去しま
す。さらに、フラグ値「元セクタ削除中（０００１
１）」もセクタのデータ処理途中であるが、当該セクタ
の処理は完了しているので、元セクタを消去した後、当
該セクタのフラグ値を「有効セクタ（００００１）」へ
変更する。

【００３０】また、図９は対応するブロックデータ部の
データに関する管理情報を記述する上記ブロック管理領
域のブロック管理フラグの循環的な遷移状態を示すもの
で、そのデータブロックにデータを記憶させている状態
で「有効ブロック（０００１）」とする。 その後、当
該ブロックに記憶されているデータを読出して他のデー
タブロックに転送（書込み）すると（例えば、該ブロッ
クのデータの一部を訂正する場合等）、その転送が完了
した時点でこのブロック自体を「削除データ（０００
０）」の状態とする。

【００３１】その後、当該セクタ全体をフラッシュする
と、このブロック管理フラグも初期状態である「未使用
ブロック（１１１１）」となる。

【００３２】次いで、このデータブロックに他のブロッ
クから読出してきたデータを書込む場合には、新たにブ
ロック管理フラグの先頭の第１ビットを“０”に書換え
ることで「書込み途中（０１１１）」の状態として、上
記「書込み途中」の状態から書込みが完了すると、ブロ
ック管理フラグの第２ビットを“０”に書換えることで
「元データ削除中（００１１）」の状態とし、元ブロッ
クデータを削除したすると、ブロック管理フラグの第３
ビットを”０”に書き換えることで「有効ブロック（０
００１）」の状態とする。

【００３３】また、セクタ同様、例えば電源の切断など
何らかの要因により処理中断すると、このブロック管理
フラグに基づいてブロックを処理する。

【００３４】すなわち、ブロック管理フラグの状態が
「有効ブロック（０００１）」、「削除データ（０００
０）」及び「未使用ブロック（１１１１）」であるとき
は、データの処理が完了しているので、処理再開時にも
ブロックデータの内容はそのままとして変更はしない。

【００３５】また、ブロック管理フラグの状態が「書込
み途中（０１１１）」であるときは、当該ブロックへの
データの書き込みが完了しておらず、このブロックのデ
ータの真偽性が不明であるので、当該ブロックを削除デ
ータとする。さらに、ブロック管理フラグの状態が「元
データ削除中（００１１）」であるときは、当該ブロッ
クへのデータの書き込みは完了しているので、元ブロッ
クを削除データとした後、当該ブロックのブロック管理
フラグを「有効ブロック（０００１）」とする。

【００３６】次に本実施の形態の動作として、このフラ
ッシュメモリ上の任意のセクタでの各種データアクセス
の手順を説明する。

【００３７】図１０はフラッシュメモリ１０の任意のセ
クタからランダムにデータを読出す場合の処理手順を示
すものである。なお、このデータの読出しを行なってい
るセクタにあっては、上記図８でも説明した如くそのセ
クタ管理フラグが「有効セクタ（００００１）」となっ
ている状態でデータの読出し処理を実行する。

【００３８】その当初には、まず読出したいデータが書
込まれているブロックデータ部のアドレスをベースアド
レスとそのベースアドレスに対応するオフセット分とに
分解し（ステップＡ１）、次いで、当該セクタのブロッ
ク管理領域中に、ブロックフラグが「有効ブロック（０
００１）」となっているワードで、該当するベースアド
レスが設定されているものがあるか否かを判断する（ス
テップＡ２）。

【００３９】ここで、該当するベースアドレスがないと
判断した場合には、データの読出しを行なうことができ
ないため、アクセスに異常が生じたものとしてこの処理
を一旦終了し、適宜必要により回復処理を実行する。

【００４０】また、ステップＡ２で該当するベースアド
レスがあると判断すると、次に当該セクタのブロックデ
ータ部の上記ベースアドレス＋オフセット分に該当する
位置からこのシステムの所定容量だけデータを読出して
転送する（ステップＡ３）。

【００４１】その後、必要な全データの読出しが完了し
たか否かを判断し（ステップＡ４）、完了していない場
合には再び上記ステップＡ１に戻る。

【００４２】以後、このセクタ内でのアドレスを更新設
定しながら、同様の処理を繰返し実行し、その後にステ
ップＡ４で最終的に必要な全データの読出しが完了とし
たと判断すると、以上でこのフラッシュメモリ１０から
のデータの読出しを正常に終了したものとして処理す
る。

【００４３】次に図１１によりフラッシュメモリ１０の
任意のセクタに、他のセクタから読出してきたデータを
その一部の内容を変更してランダムに書込む場合の処理
手順を説明する。

【００４４】なお、このデータの書込みに際しては、そ
のセクタ管理フラグが「未使用セクタ（スペアセクタ）
（０１１１１）」となっている状態のセクタを選択し、
その第２ビットを“０”に書換えて「ガーベッジコレク
ション中（００１１１）」の状態とした後に書込み処理
を実行する。

【００４５】その当初には、まず内容を変更するデータ
部分のブロックデータ部のアドレスをベースアドレスと
そのベースアドレスに対応するオフセット分とに分解し
（ステップＢ１）、次いで、当該セクタのブロック管理
領域中に、該当するベースアドレスが設定されているも
のがあるか否かを判断する（ステップＢ２）。

【００４６】ここで、該当するベースアドレスがないと
判断した場合には、データの書込みを行なうことができ
ないため、アクセスに異常が生じたものとしてこの処理
を一旦終了し、適宜必要により回復処理を実行する。

【００４７】また、該当するベースアドレスがあると判
断した場合には、次に当該セクタの上記ベースアドレス
に対応するブロック管理領域のブロック管理フラグが
「未使用ブロック」を示す値「１１１１」であるか否か
により、ブロックデータ部の該当する当該ブロック位置
に直ちにデータを書込むことができるか否かを判断する
（ステップＢ３）。

【００４８】ここで該ブロック管理フラグが「未使用ブ
ロック（１１１１）」であると判断すると、上記ベース
アドレス＋オフセットの位置までのデータを他のセクタ
から上記図１０で示した方法により読出してこのセクタ
の当該アドレス位置に書込むことでコピーし（ステップ
Ｂ６）、そのコピーの成功を確認する（ステップＢ
７）。

【００４９】その後、変更する内容のデータを上記ベー
スアドレス＋オフセットのアドレス位置から適宜範囲に
渡って転送して書込み設定し（ステップＢ８）、その転
送の成功を確認する（ステップＢ９）。

【００５０】さらに、上記転送を行なった次のアドレス
位置から当該ブロックデータの末端までのデータを再び
他のセクタから上記図１０で示した方法により読出して
このセクタの当該アドレス位置に書込むことでコピーし
（ステップＢ１０）、そのコピーの成功を確認する（ス
テップＢ１１）。

【００５１】その後、当該セクタへの全データの書込み
を完了したか否か判断し（ステップＢ１２）、完了して
おらず、まだ書込むべきデータがあると判断すると、再
び上記ステップＢ１からの処理に戻り、同様の処理を繰
返し実行する。

【００５２】しかるに、上記ステップＢ３で、データを
書込もうとするデータブロックのブロック管理フラグが
「未使用ブロック（１１１１）」ではないと判断した場
合には、そのデータブロックにすでに何らかのデータが
書込まれていることとなるので、このセクタへのさらな
る書込みを中断し、データの書込みを行なうセクタを他
に変更するためのガーベッジコレクション処理を実行し
（ステップＢ４）、実行後に該コレクションが成功した
ことを確認した上で（ステップＢ５）、その新たなセク
タにて書込み動作を続行するべく、上記ステップＢ３か
らの処理に戻る。

【００５３】なお、上記ステップＢ７，Ｂ１１でデータ
のコピーが失敗したと判断した場合、あるいは上記ステ
ップＢ９でデータの転送が失敗したと判断した場合、あ
るいは上記ステップＢ５でガーベッジコレクションが失
敗したと判断した場合には、このセクタへのアクセスに
異常が生じたものとして、この処理を一旦終了する。

【００５４】続いて上記ステップＢ４で述べたガーベッ
ジコレクション処理の詳細について図１２により説明す
る。

【００５５】すなわち、同図は上記ステップＢ４のサブ
ルーチンとなるものであり、その当初には、このガーベ
ッジコレクションを実施する対象となるセクタを選択す
る（ステップＣ１）。

【００５６】このとき、対応するブロック管理フラグが
「削除データ（００００）」となっているデータブロッ
クが存在するセクタの中で、上記「セクタ消去回数」の
値が最も小さいものを対象のセクタとして選択すること
で、消去回数に制限があるフラッシュメモリを構成する
各セクタが偏りなく平均的に消去されるようにしてい
る。

【００５７】その後、このガーベッジコレクション処理
により転送データを記憶させる未使用セクタ（スペアセ
クタ）を選択する（ステップＣ２）。

【００５８】この未使用セクタ（スペアセクタ）の選択
に際しても、セクタ管理フラグの内容が「０１１１１」
であるセクタの中で、上記「セクタ消去回数」の値が最
も小さいものを選択することで、消去回数に制限がある
フラッシュメモリを構成する各セクタが偏りなく平均的
に消去されるようにしている。

【００５９】こうして選択したガーベッジコレクション
セクタの内容を全て読出して未使用セクタ（スペアセク
タ）に書込むことで有効データの転送を実行する（ステ
ップＣ３）。

【００６０】そして、転送終了後に該転送が成功したこ
とを確認し（ステップＣ４）、その上で、データを読出
し終えた上記ガーベッジコレクションセクタに記憶して
いるデータはもう必要ないので、セクタ管理フラグを
「セクタ消去開始（削除セクタ）（０００００）」の状
態を介して「セクタ消去中…消去終了」として当該セク
タ全体をフラッシュすることにより初期状態である「物
理的に消去されたセクタ（１１１１１）」の状態とし、
さらにフラッシュを完全に終了した時点で、その第１ビ
ットを“０”に書換えて「未使用セクタ（スペアセク
タ）（０１１１１）」の状態に変更する（ステップＣ
５）。

【００６１】その後、このセクタの変更が成功したこと
を確認し（ステップＣ６）、以上でこのガーベッジコレ
クションに関する処理を正常に終了し、上記図１１の処
理に戻る。

【００６２】なお、上記ステップＣ４でデータの転送が
成功しなかったと判断した場合、またはステップＣ６で
セクタの変更に成功しなかったと判断した場合には、こ
のガーベッジコレクション処理を失敗したものとして上
記図１１の処理に戻る。

【００６３】次に、例えば電源の切断などの要因により
セクタまたはブロックにエラーを生じた際の修復手順を
図１３により説明する。

【００６４】同図に示すように、エラー修復に際して
は、まずセクタ単位でのエラーの修復を実行する（ステ
ップＤ１）。この場合、セクタのエラーとして考えられ
るのは、 （１）セクタ消去動作途中の異常終了 （２）ガーベッジコレクション途中の異常終了 （３）元セクタ消去途中の異常終了 の３つのケースである。

【００６５】その後、今度は各セクタ内のデータブロッ
クのエラーの修復を実行する（ステップＤ２）。この場
合、ブロックデータのエラーとして考えられるのは、 （１）書込み途中の異常終了 （２）元のブロックデータ消去中の異常終了 の２つのケースである。

【００６６】こうして、セクタ及びデータブロックの修
復を終了すると、以上でエラー修復に関する処理を終了
する。

【００６７】以上詳述した如く、フラッシュメモリにお
いて ｉ） 小容量データのランダム読出し ｉｉ） 小容量データのランダム書込み ｉｉｉ）自動ガーベッジコレクション ｉｖ） 自動エラー修復 ｖ） Wear-Levelling（書換え回数レベル）管理 の各機能を実現したもので、従来のフラッシュメモリの
アクセス制御ではなしえなかった上記ｉ），ｉｉ）の機
能を可能とし、また一般的なＥＥＰＲＯＭのアクセス制
御では存在しない上記ｉｉｉ）〜ｖ）の各機能を実行す
るものである。特に、これらｉｉｉ）〜ｖ）の各機能は
自動制御されるために、ユーザは意識する必要がない。

【００６８】なお、上記実施の形態では、フラッシュメ
モリを構成する各セクタのサイズを８Ｋ、ブロックデー
タのサイズを６４バイト、ブロックデータ部に記憶され
るデータブロックの数ｎを１２４とした場合について例
示したが、本発明はこれに限るものではなく、これらの
数値は任意に設定することができる。

【００６９】その他、本発明はその要旨を逸脱しない範
囲内で種々変形して実施することが可能であるものとす
る。

【００７０】

【発明の効果】請求項１記載の発明によれば、セクタ単
位での一括消去を含むアクセス制御を実行することによ
り、小容量のデータを高い頻度で書換えてもその管理が
負担とならず、システム負荷を軽微なものにできる上、
書込み途中での中断に対してもデータを破壊せずに保護
することも可能となる。

【００７１】請求項２記載の発明によれば、上記請求項
１記載の発明の効果に加えて、消去回数が制限されるフ
ラッシュメモリにあって、全てのセクタを平均的に使用
するように管理することで、特定のセクタのみを繰返し
消去して先に寿命が尽きてしまうようなことがなく、メ
モリ全体を有効に活用することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の一形態に係るフラッシュメモリ
全体の構成を示す図。

【図２】同実施の形態に係るフラッシュメモリの１セク
タ内の構成を示す図。

【図３】図２のセクタ管理領域のビット構成とセクタ管
理フラグの内容とを説明する図。

【図４】図２の親セクタ番号のビット構成を説明する
図。

【図５】図２のセクタ消去回数のビット構成を説明する
図。

【図６】図２のブロック管理領域中の１ワードのビット
構成を説明する図。

【図７】図２のブロックデータ部のデータブロックの構
成を示す図。

【図８】図３のセクタ管理フラグの遷移状態を説明する
図。

【図９】図６のブロック管理フラグの遷移状態を説明す
る図。

【図１０】同実施の形態に係るデータ読出し時の処理内
容を示すフローチャート。

【図１１】同実施の形態に係るデータ書込み時の処理内
容を示すフローチャート。

【図１２】同実施の形態に係るガーベッジコレクション
の処理内容を示すフローチャート。

【図１３】同実施の形態に係るエラー修復の処理内容を
示すフローチャート。

【符号の説明】

１０…フラッシュメモリ １１…セクタ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】フラッシュメモリを複数のセクタに分割設
   定し、 上記複数のセクタそれぞれに、そのセクタの識別情報を
   記憶する領域と、セクタのアクセス状態を示すセクタ管
   理情報を記憶する領域と、複数のデータブロックからな
   るデータ領域と、このデータ領域内の各データブロック
   毎のアクセス状態を示すブロック管理情報からなるブロ
   ック管理領域とを設け、 上記セクタ管理情報とブロック管理情報とに基づいてブ
   ロック単位でのデータの書込み、及びセクタ単位でのデ
   ータの一括消去を含むアクセス制御を行なうことを特徴
   とするフラッシュメモリ制御方法。
2. 【請求項２】上記複数のセクタそれぞれに、そのセクタ
   の消去回数を積算記憶するセクタ消去回数を記憶する領
   域をさらに設け、 上記アクセス制御は、上記セクタ消去回数に基づいてデ
   ータの書込みを行なうセクタを選択することを特徴とす
   る請求項１記載のフラッシュメモリ制御方法。