JP2002222120A

JP2002222120A - メモリ・アクセス管理装置並びに管理方法

Info

Publication number: JP2002222120A
Application number: JP2001017955A
Authority: JP
Inventors: Kazuo Omori; 和雄大森
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2001-01-26
Filing date: 2001-01-26
Publication date: 2002-08-09

Abstract

(57)【要約】【課題】データの消去や書き換え動作に制限のある制
限メモリに対するアクセスを効率的に行う。【解決手段】メモリ管理装置は、ブロック単位でしか
データの消去や書換えを行うことができない制限メモリ
と、データを自由に加工することができるデータ保持領
域からなる自由メモリとで構成される。制限メモリ内の
データを変化させる場合には、該当するブロックを自由
メモリにコピーして、自由メモリ上でブロック内のデー
タ書換え処理を行う。そして、自由メモリ上でデータが
変化したブロックを、必要に応じて制限メモリ上の該当
ブロックにシンクロナイズさせる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、メモリに対するア
クセス方法を管理するメモリ・アクセス管理装置並びに
管理方法に係り、特に、メモリ上のデータに対する検
索、消去、書き換えなどのアクセスを行うメモリ・アク
セス管理装置並びに管理方法に関する。

【０００２】更に詳しくは、本発明は、データの消去や
書き換え動作に制限のある制限メモリに対するアクセス
を効率的に行うメモリ・アクセス管理装置並びに管理方
法に係り、特に、フラッシュ・メモリのようにブロック
という比較的大きな単位でしかデータの消去や書き換え
を行うことができないタイプの制限メモリに対するデー
タ検索、消去、書き換えなどのメモリ・アクセスを効率
的に行うメモリ・アクセス管理装置並びに管理方法に関
する。

【０００３】

【従来の技術】昨今の技術革新に伴い、各種の業務に適
応したアプリケーションを実行可能なさまざまなタイプ
の計算機システムが普及している。計算機システムによ
る情報処理は、基本的には、プロセッサが所定のメモリ
を作業領域として用いることにより実現される。

【０００４】メモリに対するアクセスは、通常、メモリ
空間上のアドレス、すなわちメモリ・アドレスを指定す
ることで、ビット又はバイト単位で行われ、メモリへの
書き込み並びに読み出しが可能である。

【０００５】これに対し、メモリ・アクセスに制限のあ
るメモリ・デバイスも存在する。このようなメモリの一
例として、「フラッシュ・メモリ」を挙げることができ
る。

【０００６】フラッシュ・メモリは、電気的に記憶内容
を書き換えることができるＲＯＭ、すなわちＥＥＰＲＯ
Ｍ（Electrically Erasable and Programmable ROM）の
一種であり、無電源状態でもデータを不揮発的に保持で
きること。したがって、ノートブックＰＣやその他の携
帯機器、ＩＣカードなどにおいて、データを不揮発的に
保存し、無電源状態でも重要なデータを消失しなくて済
むようにフラッシュ・メモリが多用される。

【０００７】しかしながら、フラッシュ・メモリはデバ
イスの構造上、ブロックという比較的大きな単位（本実
施形態では６４ＫＢ）でしか、データの消去や書き換え
を行うことができない。さらに、フラッシュ・メモリは
一般にデータ書き込み時間が長い。本明細書中では、こ
のようなデータの書き換えに制限のあるメモリのこと
を、以下「制限メモリ」と呼ぶことにする。

【０００８】データ書き換え動作に関し制限のないメモ
リ装置（例えば、通常のＲＡＭ（Random Access Memor
y）など）の場合、データを書き換える際に、該当する
データが保持されている領域のみを直接書き換えること
ができる。このようなメモリのことを、以下では「自由
メモリ」と呼ぶ。これに対し、制限メモリに対するデー
タ書き換えの場合には、該当するデータ保持領域よりも
広範囲の領域全体を書き換えなくてはならないので、従
来のデータ書き換えアルゴリズムのままでは、動作しな
いか又は効率がよくない。

【０００９】フラッシュ・メモリのようなデータ書き換
えに特殊な手続を要する制限メモリに対しては、メモリ
装置の特性を考慮した書き換えアルゴリズムを考えなく
てはならない。さらに、与えられた情報を制限メモリ上
に単に保持するだけでなく、必要に応じて記憶データを
検索して参照しなければならないような場合には、情報
を効率よく保存し、且つ、効率よく検索できなくてはな
らない。

【００１０】また、計算機システム上では、メモリに対
するデータ・アクセスは、随時、不定期に発生する。フ
ラッシュ・メモリに対するアクセスが頻発すると、デー
タの読み出し時間や書き込み時間のため、オーバーヘッ
ドが大きくなってしまい、パフォーマンスの低下を招来
する。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、デー
タの消去や書き換え動作に制限のある制限メモリに対す
るアクセスを効率的に行うことができる、優れたメモリ
・アクセス管理装置並びに管理方法を提供することにあ
る。

【００１２】本発明の更なる目的は、フラッシュ・メモ
リのようにブロックと言う比較的大きな単位でしかデー
タの消去や書き換えを行うことができないタイプの制限
メモリに対するデータ検索、消去、書き換えなどのメモ
リ・アクセスを効率的に行うことができる、優れたメモ
リ・アクセス管理装置並びに管理方法を提供することに
ある。

【００１３】

【課題を解決するための手段及び作用】本発明は、上記
課題を参酌してなされたものであり、その第１の側面
は、ブロック単位でのみデータの書換が可能な制限メモ
リに対するメモリ・アクセスを管理するメモリ・アクセ
ス管理装置であって、データ書換制限のない自由メモリ
と、前記制限メモリ内のデータを変化させるときに、該
当するデータを含んだブロックを前記自由メモリにコピ
ーするデータ・ロード手段と、前記自由メモリ上でコピ
ーされたブロックに対するデータ書き換えを行うデータ
書き換え手段と、前記自由メモリ上でデータが変化した
ブロックを、前記制限メモリ上の該当ブロックに反映さ
せるデータ同期化手段と、を具備することを特徴とする
メモリ・アクセス管理装置である。

【００１４】また、本発明の第２の側面は、ブロック単
位でのみデータの書換が可能な制限メモリに対するメモ
リ・アクセスをデータ書換制限のない自由メモリを用い
て管理するメモリ・アクセス管理方法であって、前記制
限メモリ内のデータを変化させるときに、該当するデー
タを含んだブロックを前記自由メモリにコピーするデー
タ・ロードステップと、前記自由メモリ上でコピーされ
たブロックに対するデータ書き換えを行うデータ書き換
えステップと、前記自由メモリ上でデータが変化したブ
ロックを、前記制限メモリ上の該当ブロックに反映させ
るデータ同期化ステップと、を具備することを特徴とす
るメモリ・アクセス管理方法である。

【００１５】ここで、制限メモリ上に新たにデータを保
存する場合には、制限メモリ上でデータ保存先のブロッ
クを選択する。そして、該選択されたブロックが自由メ
モリ上に存在するときには前記データ書き換え手段によ
り前記自由メモリ上で該選択されたブロックの該当位置
にデータを保存すればよい。また、該選択されたブロッ
クが自由メモリ上に存在しないときには、前記データ同
期化手段により前記自由メモリ上のデータを前記制限メ
モリ上の該当ブロックに反映させた後に、該選択された
ブロックを前記データ・ロード手段により前記制限メモ
リから前記自由メモリ上にロードして、前記データ書き
換え手段により前記自由メモリ上で該選択されたブロッ
クの該当位置にデータを保存するようにすればよい。

【００１６】また、前記データ同期化手段又はステップ
は、前記自由メモリ上のブロックを前記制限メモリ上の
空きブロックに書き込むとともに、前記制限メモリ上の
元のブロックを空きブロックにすることによって、自由
メモリと制限メモリ間でシンクロナイズすなわちデータ
の整合性を保つとともに、次のシンクロナイズ用の空き
ブロックを制限メモリ上に確保することができる。

【００１７】また、前記データ同期化手段又はステップ
は、前記自由メモリ上のブロックが満杯状態のときは、
さらに、次にロードすべきブロックを前記制限メモリ上
から選択し、該選択されたブロックを前記自由メモリ上
にロードすることによって、自由メモリ上のブロックに
新規データの保存領域を確保することができる。

【００１８】また、制限メモリ上のデータを削除する場
合、該削除すべきデータを含んだブロックが自由メモリ
上に存在するときには前記データ書き換え手段により前
記自由メモリ上で該データを削除する。また、該削除す
べきデータを含んだブロックが前記自由メモリ上に存在
しないときには、前記データ同期化手段により前記自由
メモリ上のデータを前記制限メモリ上の該当ブロックに
反映させた後に、前記データ・ロード手段により該削除
すべきデータを含んだブロックを前記制限メモリから前
記自由メモリ上にロードして、前記データ書き換え手段
により前記自由メモリ上で該削除すべきデータを削除す
るようにすればよい。

【００１９】本発明の第１及び第２の側面に係るメモリ
・アクセス管理装置並びにメモリ・アクセス管理方法に
よれば、制限メモリ内のデータに対して変化させる場合
（例えば、データの保存、削除、検索など）には、基本
的に、該当するデータを含んだブロックをキャッシュと
しての自由メモリにコピーして、自由メモリ上でデータ
書き換え処理を行う。そして、自由メモリ上でデータが
変化したブロックを、必要に応じて制限メモリ上の該当
ブロックに反映すなわちシンクロナイズさせることがで
きる。

【００２０】すなわち、本発明によれば、制限メモリの
キャッシュとして自由メモリを用いることで、ブロック
単位でデータを扱う分散型データ構造を効率的に利用す
ることができ、この結果、以下に示すような効果を奏す
ることができる。（１）フラッシュ書換え時間の短縮（２）フラッシュ書換え回数制限の軽減（３）フラッシュ書込み速度の向上（４）ブロック内データ移動の効率化

【００２１】また、本発明によれば、フラッシュ・メモ
リのような特殊な書換え制限を持つ記憶装置に適応した
方式により効率よくデータの保持並びに検索を行うこと
ができる。また、技術の進歩とともに計算機システムな
どの記憶容量が増加した場合であっても、容易に拡張す
ることができるようになる。さらに、情報を差分で追加
又は削除する場合にも、メモリを分散管理しているの
で、システム全体に対してのデータ破壊のリスクが低
く、データ更新も効率的である。

【００２２】本発明のさらに他の目的、特徴や利点は、
後述する本発明の実施例や添付する図面に基づくより詳
細な説明によって明らかになるであろう。

【００２３】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら本発明
の実施例を詳解する。

【００２４】本発明では、フラッシュ・メモリのように
ブロック（本実施形態では６４ＫＢ）という比較的大き
な単位でしかデータの消去や書き換えを行うことができ
ないタイプの制限メモリに対するデータ検索、消去、書
き換えなどの処理を効率化するものである。このため
に、本発明に係るメモリ管理装置は、制限メモリの他
に、データを自由に加工することができるデータ保持領
域としてデータ書き換え制限のない自由メモリを利用す
る構成となっている。自由メモリの領域サイズは、好ま
しくは、書き換え制限を持つ制限メモリにおける一度に
書き換えする領域と同じサイズである。また、自由メモ
リには、処理を行うために必要な変数などを保持する領
域も必要である。

【００２５】図１には、本発明の一実施形態に係るメモ
リ管理装置１の概略構成を示している。同図に示すよう
に、メモリ管理装置１は、情報インターフェース１１
と、自由メモリ１２と、制限メモリ１３とで構成され
る。

【００２６】情報インターフェース１１は、計算機シス
テム又は該システム上のプロセッサからの情報提供、処
理依頼を交換するデータ交換インターフェースであり、
バス（図示しない）経由で計算機システムと間でコマン
ドやデータの授受を行う。

【００２７】自由メモリ１２は、制限メモリ１３におけ
る１回のデータ書き換え単位すなわち「ブロック」と同
じサイズのデータ書き込み領域を備えており、データ書
き換え時、検索時などにおけるデータ更新用の作業領域
として用いられる。自由メモリ１１は、制限メモリ１３
に対する、言わば「キャッシュ（cache）」として位置
付けることができる。

【００２８】制限メモリ１３は、１回のデータ書き換え
単位がブロックという比較的大きな単位に制限された記
憶装置であり、本実施形態においては、メモリ管理装置
１における主情報記憶領域に位置付けられる。すなわ
ち、メモリ管理装置１において保持できる情報の量すな
わち記憶容量は、この制限メモリ１３のサイズに応じて
決定される。但し、制限メモリ１３中の少なくとも１ブ
ロックは、シンクロナイズ（後述）に使用されるので、
実際に情報保持用に利用可能なブロック数すなわち記憶
容量は、制限メモリ１３で確保したブロック数からシン
クロナイズ用のブロック数を減じた値に相当する。

【００２９】制限メモリ１３内のデータに対して変化さ
せる場合（例えば、データの保存、削除、検索など）に
は、基本的に、該当するデータを含んだブロックをキャ
ッシュとしての自由メモリ１２にコピーして、自由メモ
リ１２上でデータ書き換え処理を行う。そして、自由メ
モリ１２上でデータが変化したブロックを、必要に応じ
て制限メモリ１３上の該当ブロックに反映させる。この
反映させる処理のことを、制限メモリ１３の「シンクロ
ナイズ（synchronize）」又は「同期化」と呼ぶ。シン
クロナイズ処理の詳細については後述に譲る。

【００３０】図２には、制限メモリ１３内のデータ管理
構造を模式的に図解している。上述したように、制限メ
モリ１３は、データの保存、削除、検索などのデータ処
理をブロック単位で行う分散型データ構造を備えてい
る。

【００３１】図２に示すように、６４ＫＢ長の１つのブ
ロックは、制御情報を管理するブロック管理領域と、デ
ータの保存に使用するデータ領域とで構成される。

【００３２】ブロック管理領域は、チェックサム・フィ
ールドと、書換カウンタ・フィールドと、ブロック・タ
イプ・フィールドと、ブロックＩＤフィールドと、ブロ
ック年齢フィールドと、カウンタ・フィールドと、予約
（未使用）フィールドで構成される。

【００３３】チェックサム・フィールドには、ブロック
のデータの整合性を確認するためのチェックサム（検査
対象データを加算した総和から一定の計算をして求め
た、誤り検出用のデータ）が書き込まれる。

【００３４】また、書換カウンタ・フィールドには、制
限メモリ１３を構成するフラッシュ・メモリの寿命を確
認するための値、すなわち最大書換え回数（通常のフラ
ッシュ・メモリでは１０万回程度）が書き込まれる。

【００３５】タイプ・フィールドには、当該ブロックが
現在何に使用されているかを示す値が書き込まれる。

【００３６】ＩＤフィールドには、当該ブロックに割り
振られたシステム内で固有の識別情報が書き込まれる。

【００３７】カウンタ・フィールドには、当該ブロック
に保存されている情報の数が書き込まれる。

【００３８】また、図３には、計算機システムのメモリ
空間上に制限メモリ１３及び自由メモリ１２がマッピン
グされた例を示している。

【００３９】同図に示す例では、計算機システムのメモ
リ空間上は、システム領域以外に、ＲＡＭ（Random Acc
ess Memory）に割り当てられたＲＡＭ領域（例えば５１
２ＫＢ）、ＥＥＰＲＯＭに割り当てられたＥＥＰＲＯＭ
領域（例えば４ＭＢ）などで構成される。

【００４０】ＥＥＰＲＯＭ領域のうち少なくとも一部
（例えば１ＭＢ）が、本実施形態に係る制限メモリ１３
として割り当てられる。制限メモリ１３は、上述したよ
うに、それぞれ６４ＫＢサイズからなる多数（１６個）
のブロックで構成される。

【００４１】また、自由なデータの書換が可能なＲＡＭ
領域の一部（例えば１ブロックに相当する６４ＫＢ）が
自由メモリ１２として割り当てられる。

【００４２】次いで、このメモリ管理装置１におけるデ
ータの保存、削除、検索などのデータ書き換えを伴うデ
ータ処理動作について説明する。

【００４３】データの保存本実施形態に係るメモリ管理装置１は、情報の保存を依
頼されたら、その情報は検索に使用されるデータの順番
にソートされた状態になるように、自由メモリ１２を書
き換える（ライト・キャッシュ）。この情報が実際に制
限メモリ１３に反映されるのは、情報のシンクロナイズ
が要求されたとき、又は、自由メモリ１２のブロックが
フルになり情報を追加できなくなったときである。

【００４４】図４には、メモリ管理システム１において
新たにデータを保存・登録するための処理手順をフロー
チャートの形式で示している。以下のこのフローチャー
トに従って、データの保存処理について説明する。

【００４５】まず、要求されたデータが既に自由メモリ
１２上に保存されているか否かを検索する（ステップＳ
１）。既に保存されている場合には（分岐Ｂ１）、エラ
ー処理をして本処理ルーチン全体を終了させる。

【００４６】要求されたデータが未だ自由メモリ１２上
に保存されていない場合には（分岐Ｂ１）、次いで、該
データが制限メモリ上に保存されているか否かを検索す
る（ステップＳ２）。既に保存されている場合には（分
岐Ｂ２）、エラー処理をして本処理ルーチン全体を終了
させる。

【００４７】要求されたデータが未だ制限メモリ１３上
に保存されていない場合には（分岐Ｂ２）、保存先とな
るブロックを選択する（ステップＳ３）。但し、記憶容
量の問題などにより制限メモリ１３上にもはや登録でき
ない場合には（分岐Ｂ３）、エラー処理をして本処理ル
ーチン全体を終了させる。

【００４８】キャッシュ・ヒットすなわち選択されたブ
ロックが既に自由メモリ１２上にロードされており、且
つブロックに書き込み可能領域が残されている場合な
ど、要求されたデータを自由メモリ１２内に保存できる
場合には（分岐Ｂ３）、次ステップＳ４に進んで、保存
データの挿入位置を検索する。挿入位置の検索には、例
えばバイナリ・サーチ（binary search）（後述）を用
いることができる。

【００４９】また、選択されたブロックは自由メモリ１
２上にはないが、要求されたデータを制限メモリ１３内
の該当ブロックに保存できる場合には（分岐Ｂ３）、ブ
ロックのシンクロナイズを行った後（ステップＳ７）、
保存先のブロックを自由メモリ１２にロードしてから
（ステップＳ８）、次ステップＳ４に進んで、保存デー
タの挿入位置を検索する。

【００５０】次いで、検索された挿入位置に保存データ
を挿入する（ステップ５）。そして、自由メモリ１２の
ブロック管理領域の各情報を更新してから（ステップＳ
６）、本処理ルーチン全体を終了する。

【００５１】データのシンクロナイズメモリ管理装置１は、情報のシンクロナイズを要求され
たときは、シンクロナイズ用に確保しておいた空きブロ
ックへ、自由メモリ１２のブロックに書き込まれた内容
を書き換え、自由メモリ１２上にキャッシュしていた制
限メモリ１３内の元のブロックを空きブロックすなわち
次のシンクロナイズ用のブロックとして更新する。この
とき、自由メモリ１２内に未だ存在するブロックが追加
情報を受け付けることができる状態である場合には、そ
のままキャッシュとして継続利用する。

【００５２】自由メモリ１２のブロックがフルになった
場合、制限メモリ１３へデータをシンクロナイズさせ、
さらに情報を追加することができるブロックを選択し
て、自由メモリ１２のブロックへロードする。

【００５３】但し、制限メモリ１３にあるすべてのブロ
ックがフルになったとき、このシステム全体がフルであ
るとして、「データ・フル」を定義する情報を返す。

【００５４】図５には、メモリ管理システム１において
データをシンクロナイズするための処理手順をフローチ
ャートの形式で示している。以下のこのフローチャート
に従って、データのシンクロナイズ処理について説明す
る。

【００５５】まず、自由メモリ１２上でブロックの管理
情報を更新し（ステップＳ１１）、次いで、自由メモリ
１２にキャッシュされたデータを制限メモリ１３の空き
ブロックへの書き込みを試みる（ステップＳ１２）。制
限メモリ１３の空きブロックへの書き込みに失敗した場
合には（分岐Ｂ１１）、エラー処理をして本処理ルーチ
ン全体を終了させる。

【００５６】制限メモリ１３の空きブロックへの書き込
みに成功した場合には（分岐Ｂ１１）、自由メモリ１２
にキャッシュされていたブロックに対応する制限メモリ
１３上の元ブロックを空きブロックにする（ステップＳ
１３）。

【００５７】次いで、キャッシュすなわち自由メモリ１
２がフル状態か否かを判別する（ステップＳ１４）。未
だフル状態に達していなければ、そのブロック管理情報
を更新してから（ステップＳ１５）、本処理ルーチン全
体を終了する。

【００５８】他方、自由メモリ１２がフル状態になって
いる場合には、情報を追加することができるブロックを
制限メモリ１３の中から選択して（ステップＳ１６）、
これを自由メモリ１２にロードする（ステップＳ１
７）。この結果、フル状態に到達していないブロックを
自由メモリ１２上に配置することができる。そして、自
由メモリ１２のブロック管理情報を更新してから（ステ
ップＳ１５）、本処理ルーチン全体を終了する。

【００５９】データの削除システム内に保持している情報を削除するときには、保
存する場合と同様に、制限メモリ１３上の必要なブロッ
クを自由メモリ１２のブロックにロードして、データの
書換えを行う。そのためには、まず削除する情報がどの
ブロックに保持されているかを検索して、次に、発見し
たブロックを自由メモリ１２のブロックにロードする。
このとき、必要であれば、自由メモリ１２にデータをロ
ードする前にシンクロナイズを実行する。最後に、自由
メモリ１２のブロックのデータ書換えを行う。

【００６０】図６には、メモリ管理システム１において
データを削除するための処理手順をフローチャートの形
式で示している。以下、このフローチャートに従って、
データのシンクロナイズ処理について説明する。

【００６１】まず、削除の対象となるデータが自由メモ
リ１２上に存在するか否かを判別する（ステップＳ２
１）。

【００６２】削除対象となるデータが自由メモリ１２上
に存在する場合には（分岐Ｂ２１）、自由メモリ１２の
ブロック内でのデータの削除位置を検索して（ステップ
Ｓ２２）、該位置からデータを削除する（ステップＳ２
３）。そして、自由メモリ１２のブロック管理情報を更
新してから（ステップＳ２４）、本処理ルーチン全体を
終了する。

【００６３】他方、削除対象となるデータが自由メモリ
１２上に存在しない場合には（分岐Ｂ２１）、削除対象
となるデータが制限メモリ１３上に存在するか否かをさ
らに判別する（ステップＳ２５）。制限メモリ１３上に
も削除対象となるデータが存在しない場合には（分岐Ｂ
２２）、エラー処理をして本処理ルーチン全体を終了す
る。

【００６４】制限メモリ１３上で削除対象となるデータ
が発見された場合には（分岐Ｂ２２）、まず、自由メモ
リ１２のブロックを制限メモリ１３上の対応ブロックに
シンクロナイズさせる（ステップＳ２６）。ブロックの
シンクロナイズは、図５に示すフローチャートを参照し
ながら説明した処理手順に従って実行することができ
る。

【００６５】次いで、削除対象となるデータを含んだブ
ロックを、制限メモリ１３から自由メモリ１２にロード
する（ステップＳ２７）。そして、自由メモリ１２のブ
ロック内でのデータの削除位置を検索し（ステップＳ２
２）、該位置のデータを削除し（ステップＳ２３）、自
由メモリ１２のブロック管理情報を更新してから（ステ
ップＳ２４）、本処理ルーチン全体を終了する。

【００６６】データの検索このシステム内の情報を検索するには、まず、その時点
での最新情報であるキャッシュすなわち自由メモリ１２
上のブロックにある情報を検索し、次いで、制限メモリ
１３上にある各ブロックを検索する。制限メモリ１３に
あるブロックを検索するときには、自由メモリ１２にキ
ャッシュされたものに対応するブロックは古い情報なの
で、検索処理をスキップする。

【００６７】データ検索のときは、データの書換えを行
わないので、制限メモリ１３上の各ブロックを自由メモ
リ１２にロードすることはせずに、制限メモリ１３上か
ら直接ブロックを読み出す。このようにキャッシュすな
わち自由メモリ１２を介さずに検索を行うことによっ
て、処理効率が向上する。

【００６８】図７には、メモリ管理システム１において
データを検索するための処理手順をフローチャートの形
式で示している。以下のこのフローチャートに従って、
データの検索処理について説明する。

【００６９】まず、自由メモリ１２内のＩＤｍを検索す
る（ステップＳ３１）。自由メモリ１２上で該当するＩ
Ｄｍすなわち検索対象となるデータが見つかった場合に
は（分岐Ｂ３１）、本処理ルーチン全体が終了する。

【００７０】他方、自由メモリ１２内で検索対象データ
を発見できなかった場合には（分岐Ｂ３１）、制限メモ
リ１３上の未検索のブロックでデータの検索を行う（ス
テップＳ３２）。自由メモリ１２にキャッシュされたも
のに対応するブロックは古い情報なので、検索処理をス
キップする。

【００７１】制限メモリ１３内の検索が終了した場合は
（分岐Ｂ３２）、本処理ルーチン全体を終了する。

【００７２】また、制限メモリ１３内の検索が終了して
いない場合には（分岐Ｂ３３）、次のブロックに進み、
これが自由メモリ１２にキャッシュされたブロックか否
かを判別する（ステップＳ３４）。キャッシュされたブ
ロックに対応する場合には（分岐Ｂ３３）、制限メモリ
１３側のブロックは古い情報なので、ブロック内検索を
スキップし、ステップＳ３２に戻る。

【００７３】次の未検索ブロックが自由メモリ１２にキ
ャッシュされたものでない場合には（分岐Ｂ３３）、こ
の未検索ブロックに検索対象データが登録されているか
否かを検索する（ステップＳ３５）。

【００７４】この未検索ブロックに検索対象データが登
録されていない場合には（分岐Ｂ３４）、ブロック内検
索をスキップし、ステップＳ３２に戻る。他方、検索対
象データが登録されている場合には、このブロック内で
データの検索を行う（ステップＳ３６）。

【００７５】なお、ブロック内のデータ検索に使用する
アルゴリズムによっては、データ検索のパフォーマンス
が大きく左右される。一般に、ハッシュ・アルゴリズム
を使用（比較回数ｎ＝Ｏ（１））すると検索が最も早い
ことが当業界において知られている。但し、装置の制限
上使用できない場合には、バイナリ・サーチなどの代替
方式を採用すればよい。

【００７６】バイナリ・サーチを使用（比較回数ｎ＝Ｏ
（ｌｏｇ₂ｎ））した場合、全体を検索するのに必要な
情報比較回数Ｎは、次式のように表される。

【００７７】

【数１】Ｎ＝有効ブロック数 × ｌｏｇ₂（１ブ
ロックに入る最大情報数）

【００７８】ブロックへ情報を追加するときに検索キー
となるデータ順にソートする理由はここにある。ここ
で、１ブロックに保持できる情報が増加した場合、情報
数が２倍になると検索時の比較回数の変化は１回増える
だけなので微々たるものである。また、ブロック数が増
加した場合、全体比較回数は１ブロックに入る最大情報
数に対して要する比較回数分ずつ増加することになる。
したがって、既にブロック内部の比較回数が抑えられて
いるので、影響は予測可能で且つ固定的である。保持さ
れている情報と比較回数の関係を下表に示しておく。

【００７９】

【表１】

【００８０】但し、上表において、複数ブロックの検索
はこの比較回数とブロック数の席を表した値である。１
２，３４５件が７ブロックある場合、１４回×７ブロッ
ク＝９８回が最大である。

【００８１】［追補］以上、特定の実施例を参照しなが
ら、本発明について詳解してきた。しかしながら、本発
明の要旨を逸脱しない範囲で当業者が該実施例の修正や
代用を成し得ることは自明である。すなわち、例示とい
う形態で本発明を開示してきたのであり、限定的に解釈
されるべきではない。本発明の要旨を判断するために
は、冒頭に記載した特許請求の範囲の欄を参酌すべきで
ある。

【００８２】

【発明の効果】以上詳記したように、本発明によれば、
データの消去や書き換え動作に制限のある制限メモリに
対するアクセスを効率的に行うことができる、優れたメ
モリ・アクセス管理装置並びに管理方法を提供すること
ができる。

【００８３】また、本発明によれば、フラッシュ・メモ
リのようにブロックと言う比較的大きな単位でしかデー
タの消去や書き換えを行うことができないタイプの制限
メモリに対するデータ検索、消去、書き換えなどのメモ
リ・アクセスを効率的に行うことができる、優れたメモ
リ・アクセス管理装置並びに管理方法を提供することが
できる。

【００８４】本発明によれば、制限メモリのキャッシュ
として自由メモリを用いることで、ブロック単位でデー
タを扱う分散型データ構造を効率的に利用することがで
き、この結果、以下に示すような効果を奏することがで
きる。すなわち、（１）フラッシュ書換え時間の短縮（２）フラッシュ書換え回数制限の軽減（３）フラッシュ書込み速度の向上（４）ブロック内データ移動の効率化

【００８５】制限メモリがフラッシュ・メモリのような
不揮発性の記憶装置の場合、各種処理中の間に突如電源
供給が断たれた場合であっても、前回シンクロナイズし
たまでのデータは破壊されずに済むので、前回シンクロ
ナイズした状態から処理を再開することができる。（但
し、最後にシンクロナイズした以降の情報は反映されな
いので、その処理はシステム外て別途行う必要があ
る。）

【００８６】要するに本発明によれば、フラッシュ・メ
モリのような特殊な書換え制限を持つ記憶装置に適応し
た方式により効率よくデータの保持並びに検索を行うこ
とができる。また、技術の進歩とともに計算機システム
などの記憶容量が増加した場合であっても、容易に拡張
することができるようになる。さらに、情報を差分で追
加又は削除する場合にも、メモリを分散管理しているの
で、システム全体に対してのデータ破壊のリスクが低
く、データ更新も効率的である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態に係るメモリ管理装置１の
概略構成を示した図である。

【図２】制限メモリ１３内のデータ管理構造を模式的に
示した図である。

【図３】計算機システムのメモリ空間上に制限メモリ１
３及び自由メモリ１２がマッピングされた例を示した図
である。

【図４】メモリ管理装置１においてデータを保存・登録
するための処理手順を示したフローチャートである。

【図５】メモリ管理装置１においてデータをシンクロナ
イズするための処理手順を示したフローチャートであ
る。

【図６】メモリ管理装置１においてデータを削除するた
めの処理手順を示したフローチャートである。

【図７】メモリ管理装置１においてデータを検索するた
めの処理手順を示したフローチャートである。

【符号の説明】

１…メモリ管理装置１１…情報インターフェース１２…自由メモリ１３…制限メモリ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ブロック単位でのみデータの書換が可能な
制限メモリに対するメモリ・アクセスを管理するメモリ
・アクセス管理装置であって、データ書換制限のない自由メモリと、前記制限メモリ内のデータを変化させるときに、該当す
るデータを含んだブロックを前記自由メモリにコピーす
るデータ・ロード手段と、前記自由メモリ上でコピーされたブロックに対するデー
タ書き換えを行うデータ書き換え手段と、前記自由メモリ上でデータが変化したブロックを、前記
制限メモリ上の該当ブロックに反映させるデータ同期化
手段と、を具備することを特徴とするメモリ・アクセス
管理装置。
【請求項２】前記制限メモリ上に新たにデータを保存す
る場合、前記制限メモリ上でデータ保存先のブロックを選択し、該選択されたブロックが自由メモリ上に存在するときに
は前記データ書き換え手段により前記自由メモリ上で該
選択されたブロックの該当位置にデータを保存し、該選択されたブロックが自由メモリ上に存在しないとき
には、前記データ同期化手段により前記自由メモリ上の
データを前記制限メモリ上の該当ブロックに反映させた
後に、該選択されたブロックを前記データ・ロード手段
により前記制限メモリから前記自由メモリ上にロードし
て、前記データ書き換え手段により前記自由メモリ上で
該選択されたブロックの該当位置にデータを保存する、
ことを特徴とする請求項１に記載のメモリ・アクセス管
理装置。
【請求項３】前記データ同期化手段は、前記自由メモリ上のブロックを前記制限メモリ上の空き
ブロックに書き込むとともに、前記制限メモリ上の元のブロックを空きブロックにす
る、ことを特徴とする請求項１に記載のメモリ・アクセ
ス管理装置。
【請求項４】前記データ同期化手段は、前記自由メモリ上のブロックが満杯状態のときは、さら
に、次にロードすべきブロックを前記制限メモリ上から
選択し、該選択されたブロックを前記自由メモリ上にロ
ードする、ことを特徴とする請求項３に記載のメモリ・
アクセス管理装置。
【請求項５】前記制限メモリ上のデータを削除する場
合、該削除すべきデータを含んだブロックが自由メモリ上に
存在するときには前記データ書き換え手段により前記自
由メモリ上で該データを削除し、該削除すべきデータを含んだブロックが前記自由メモリ
上に存在しないときには、前記データ同期化手段により
前記自由メモリ上のデータを前記制限メモリ上の該当ブ
ロックに反映させた後に、前記データ・ロード手段によ
り該削除すべきデータを含んだブロックを前記制限メモ
リから前記自由メモリ上にロードして、前記データ書き
換え手段により前記自由メモリ上で該削除すべきデータ
を削除する、ことを特徴とする請求項１に記載のメモリ
・アクセス管理装置。
【請求項６】ブロック単位でのみデータの書換が可能な
制限メモリに対するメモリ・アクセスをデータ書換制限
のない自由メモリを用いて管理するメモリ・アクセス管
理方法であって、前記制限メモリ内のデータを変化させるときに、該当す
るデータを含んだブロックを前記自由メモリにコピーす
るデータ・ロード・ステップと、前記自由メモリ上でコピーされたブロックに対するデー
タ書き換えを行うデータ書き換えステップと、前記自由メモリ上でデータが変化したブロックを、前記
制限メモリ上の該当ブロックに反映させるデータ同期化
ステップと、を具備することを特徴とするメモリ・アク
セス管理方法。
【請求項７】前記制限メモリ上に新たにデータを保存す
る場合、前記制限メモリ上でデータ保存先のブロックを選択し、該選択されたブロックが自由メモリ上に存在するときに
は前記自由メモリ上で該選択されたブロックの該当位置
にデータを保存し、該選択されたブロックが自由メモリ上に存在しないとき
には、前記自由メモリ上のデータを前記制限メモリ上の
該当ブロックに反映させた後に、該選択されたブロック
を前記制限メモリから前記自由メモリ上にロードして、
前記データ書き換えステップにより前記自由メモリ上で
該選択されたブロックの該当位置にデータを保存する、
ことを特徴とする請求項６に記載のメモリ・アクセス管
理方法。
【請求項８】前記データ同期化ステップでは、前記自由メモリ上のブロックを前記制限メモリ上の空き
ブロックに書き込むとともに、前記制限メモリ上の元のブロックを空きブロックにす
る、ことを特徴とする請求項６に記載のメモリ・アクセ
ス管理方法。
【請求項９】前記データ同期化ステップでは、前記自由メモリ上のブロックが満杯状態のときは、さら
に、次にロードすべきブロックを前記制限メモリ上から
選択し、該選択されたブロックを前記自由メモリ上にロ
ードする、ことを特徴とする請求項８に記載のメモリ・
アクセス管理方法。
【請求項１０】前記制限メモリ上のデータを削除する場
合、該削除すべきデータを含んだブロックが自由メモリ上に
存在するときには前記自由メモリ上で該データを削除
し、該削除すべきデータを含んだブロックが前記自由メモリ
上に存在しないときには、前記自由メモリ上のデータを
前記制限メモリ上の該当ブロックに反映させた後に、該
削除すべきデータを含んだブロックを前記制限メモリか
ら前記自由メモリ上にロードして、前記自由メモリ上で
該削除すべきデータを削除する、ことを特徴とする請求
項６に記載のメモリ・アクセス管理方法。