JP2003050747A - 不揮発性メモリのデータ書き換え方法 - Google Patents
不揮発性メモリのデータ書き換え方法Info
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- JP2003050747A JP2003050747A JP2001236928A JP2001236928A JP2003050747A JP 2003050747 A JP2003050747 A JP 2003050747A JP 2001236928 A JP2001236928 A JP 2001236928A JP 2001236928 A JP2001236928 A JP 2001236928A JP 2003050747 A JP2003050747 A JP 2003050747A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 従来のフラッシュメモリでは、物理ブロック
の書き換え回数を平均化するために、各物理ブロック毎
に書き換え回数記憶領域を具備させるとともにラップア
ラウンド処理等を実施する必要があり、メモリの制御シ
ステムが複雑になるという課題があった。 【解決手段】 書き換え対象となる論理ブロックについ
て、当該論理ブロックに当初対応付けられていた物理ブ
ロックのデータを消去するとともに、新たに対応付けら
れる空きブロックにデータを書き込むことで当該論理ブ
ロックに係るデータの書き換えを実施する不揮発性メモ
リのデータ書き換え方法において、空きブロックの数を
確認するステップと、乱数を発生させて、複数の空きブ
ロックのなかから１つの空きブロックを選定するステッ
プとを有する。
の書き換え回数を平均化するために、各物理ブロック毎
に書き換え回数記憶領域を具備させるとともにラップア
ラウンド処理等を実施する必要があり、メモリの制御シ
ステムが複雑になるという課題があった。 【解決手段】 書き換え対象となる論理ブロックについ
て、当該論理ブロックに当初対応付けられていた物理ブ
ロックのデータを消去するとともに、新たに対応付けら
れる空きブロックにデータを書き込むことで当該論理ブ
ロックに係るデータの書き換えを実施する不揮発性メモ
リのデータ書き換え方法において、空きブロックの数を
確認するステップと、乱数を発生させて、複数の空きブ
ロックのなかから１つの空きブロックを選定するステッ
プとを有する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、メモリカード等
の電子機器に設けられた例えばＮＡＮＤ型フラッシュメ
モリ等の不揮発性メモリにおいてデータ書き換えが同一
の物理ブロックに集中すること等に起因して生じるフラ
ッシュメモリの寿命の短命化を防止するための不揮発性
メモリのデータ書き換え方法に係り、特に簡単な処理方
式を用いて各物理ブロックに係る書き換え回数を平均化
することを可能とする不揮発性メモリのデータ書き換え
方法に関するものである。
の電子機器に設けられた例えばＮＡＮＤ型フラッシュメ
モリ等の不揮発性メモリにおいてデータ書き換えが同一
の物理ブロックに集中すること等に起因して生じるフラ
ッシュメモリの寿命の短命化を防止するための不揮発性
メモリのデータ書き換え方法に係り、特に簡単な処理方
式を用いて各物理ブロックに係る書き換え回数を平均化
することを可能とする不揮発性メモリのデータ書き換え
方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】近年、大量のデータを記憶するのに適し
た低コストのＮＡＮＤ型フラッシュメモリ等の不揮発性
メモリが、家電機器、携帯電子機器、メモリカード等の
電子機器に幅広く使用されている。図３は、不揮発性メ
モリの記憶領域に係る論理ブロックと物理ブロックとの
関係を示す図である。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリで代
表される書き換え可能なフラッシュメモリの記憶領域
は、ブロック単位で管理され、データの消去（通常は全
ビットに対してバイナリデータ“１”を書き込む動
作）、データの書き込み等のデータ処理については物理
ブロック毎に実施される。
た低コストのＮＡＮＤ型フラッシュメモリ等の不揮発性
メモリが、家電機器、携帯電子機器、メモリカード等の
電子機器に幅広く使用されている。図３は、不揮発性メ
モリの記憶領域に係る論理ブロックと物理ブロックとの
関係を示す図である。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリで代
表される書き換え可能なフラッシュメモリの記憶領域
は、ブロック単位で管理され、データの消去（通常は全
ビットに対してバイナリデータ“１”を書き込む動
作）、データの書き込み等のデータ処理については物理
ブロック毎に実施される。
【０００３】フラッシュメモリをアクセスする際には、
例えばＣＰＵに接続されたＲＡＭ内に格納されるアドレ
ス変換テーブルを参照することで、図３に示されるよう
にデータ処理対象となっている論理ブロックの論理ブロ
ックアドレスを物理ブロックアドレスに変換し、データ
の消去、書き込み、読み出し等を実施する物理ブロック
を特定する。このように論理ブロックアドレスによりア
クセスする方式をとることで、欠陥のある物理ブロック
が発生した場合に当該欠陥のある物理ブロックに対する
処理動作を代替用の別の消去状態にある書き込み可能な
物理ブロック（以下、空きブロックと称する）に対して
実施しても、アプリケーションプログラム等を実行する
ＣＰＵ側ではブロック代替の有無に関係なく同一の論理
ブロックアドレスを用いてアクセスすることが可能とな
る。
例えばＣＰＵに接続されたＲＡＭ内に格納されるアドレ
ス変換テーブルを参照することで、図３に示されるよう
にデータ処理対象となっている論理ブロックの論理ブロ
ックアドレスを物理ブロックアドレスに変換し、データ
の消去、書き込み、読み出し等を実施する物理ブロック
を特定する。このように論理ブロックアドレスによりア
クセスする方式をとることで、欠陥のある物理ブロック
が発生した場合に当該欠陥のある物理ブロックに対する
処理動作を代替用の別の消去状態にある書き込み可能な
物理ブロック（以下、空きブロックと称する）に対して
実施しても、アプリケーションプログラム等を実行する
ＣＰＵ側ではブロック代替の有無に関係なく同一の論理
ブロックアドレスを用いてアクセスすることが可能とな
る。
【０００４】図４は、従来のフラッシュメモリの物理ブ
ロック内に格納される管理情報に係るデータ構造を示す
図である。図４において、１１は通常のデータが記憶さ
れるデータ領域、１２は当該物理ブロックについての管
理情報等に係るデータが記憶される冗長領域であり、デ
ータ領域１１と冗長領域１２とから物理ブロックが構成
される。また、１３は当該冗長領域を有する物理ブロッ
クに対応する論理ブロックのアドレスを記憶する論理ブ
ロックアドレス記憶領域、１４は当該冗長領域を有する
物理ブロックに対して消去状態からのデータ書き込みが
実施された回数（書き換え回数）を記憶する書き換え回
数記憶領域である。なお、論理ブロックアドレス記憶領
域１３については、当該物理ブロックについて対応付け
られている論理ブロックがない場合には、論理ブロック
のアドレスとして使用されることのない所定の値を書き
込んでおいて、空きブロックであることを識別可能とす
るものとする。
ロック内に格納される管理情報に係るデータ構造を示す
図である。図４において、１１は通常のデータが記憶さ
れるデータ領域、１２は当該物理ブロックについての管
理情報等に係るデータが記憶される冗長領域であり、デ
ータ領域１１と冗長領域１２とから物理ブロックが構成
される。また、１３は当該冗長領域を有する物理ブロッ
クに対応する論理ブロックのアドレスを記憶する論理ブ
ロックアドレス記憶領域、１４は当該冗長領域を有する
物理ブロックに対して消去状態からのデータ書き込みが
実施された回数（書き換え回数）を記憶する書き換え回
数記憶領域である。なお、論理ブロックアドレス記憶領
域１３については、当該物理ブロックについて対応付け
られている論理ブロックがない場合には、論理ブロック
のアドレスとして使用されることのない所定の値を書き
込んでおいて、空きブロックであることを識別可能とす
るものとする。
【０００５】図５は、フラッシュメモリを備える従来の
電子機器において、例えばＣＰＵ内に接続されるＲＡＭ
内に構成されるアドレス変換テーブルの一例を示す図で
ある。図５において、（ａ）はアドレスＬを有する論理
ブロックに対してデータの書き換えを実施するに際して
データ書き換え前のアドレス変換テーブルを示し、
（ｂ）はデータ書き換え後のアドレス変換テーブルを示
す。なお、このようなデータの書き換えに伴うアドレス
変換テーブルの更新については後述する。図５（ａ）に
示されるように、例えばアドレスＬ−１，Ｌ，Ｌ＋１，
Ｌ＋２により特定される論理ブロックには、それぞれ対
応する物理ブロックのアドレスＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄが記憶さ
れている。図５（ａ）に示されるようなアドレス変換テ
ーブルを参照することで、データ処理対象の論理ブロッ
クに当初対応付けられている物理ブロックを特定するこ
とができる。
電子機器において、例えばＣＰＵ内に接続されるＲＡＭ
内に構成されるアドレス変換テーブルの一例を示す図で
ある。図５において、（ａ）はアドレスＬを有する論理
ブロックに対してデータの書き換えを実施するに際して
データ書き換え前のアドレス変換テーブルを示し、
（ｂ）はデータ書き換え後のアドレス変換テーブルを示
す。なお、このようなデータの書き換えに伴うアドレス
変換テーブルの更新については後述する。図５（ａ）に
示されるように、例えばアドレスＬ−１，Ｌ，Ｌ＋１，
Ｌ＋２により特定される論理ブロックには、それぞれ対
応する物理ブロックのアドレスＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄが記憶さ
れている。図５（ａ）に示されるようなアドレス変換テ
ーブルを参照することで、データ処理対象の論理ブロッ
クに当初対応付けられている物理ブロックを特定するこ
とができる。
【０００６】次に、従来のフラッシュメモリに対して実
行されるデータの書き換え動作について説明する。ま
ず、所定の論理ブロックに記憶されたデータに係る書き
換え動作の概略的な手順について説明する。なお、ここ
では説明を簡単にするために、図３に示されるように、
書き換え対象の論理ブロックのアドレスをＬ、当該論理
ブロックに対して当初対応付けられていてデータ書き換
えに伴って消去対象となる物理ブロック（このように、
データ書き換え前に論理ブロックに対して対応付けられ
ていた物理ブロックを、以降の説明において前使用物理
ブロックと称するものとする）のアドレスをＢ、また当
該論理ブロックに対して新たに対応付けられてデータ書
き換えに伴ってデータの書き込み対象となる物理ブロッ
クのアドレスをＰとする。また、以降の説明において
は、アドレスｎによりアクセスされる論理ブロックおよ
び物理ブロックをそれぞれ論理ブロックｎおよび物理ブ
ロックｎとそれぞれ適宜称するものとする。
行されるデータの書き換え動作について説明する。ま
ず、所定の論理ブロックに記憶されたデータに係る書き
換え動作の概略的な手順について説明する。なお、ここ
では説明を簡単にするために、図３に示されるように、
書き換え対象の論理ブロックのアドレスをＬ、当該論理
ブロックに対して当初対応付けられていてデータ書き換
えに伴って消去対象となる物理ブロック（このように、
データ書き換え前に論理ブロックに対して対応付けられ
ていた物理ブロックを、以降の説明において前使用物理
ブロックと称するものとする）のアドレスをＢ、また当
該論理ブロックに対して新たに対応付けられてデータ書
き換えに伴ってデータの書き込み対象となる物理ブロッ
クのアドレスをＰとする。また、以降の説明において
は、アドレスｎによりアクセスされる論理ブロックおよ
び物理ブロックをそれぞれ論理ブロックｎおよび物理ブ
ロックｎとそれぞれ適宜称するものとする。
【０００７】図６は、所定の論理ブロックに記憶される
データに係る書き換え方法を示すフローチャートであ
る。第１に、書き換え対象となる論理ブロックＬを特定
する（ステップＳ１）。次に、図５（ａ）に示されるよ
うに、アドレス変換テーブルを参照して、その時点にお
いて論理ブロックＬに対応付けられている前使用物理ブ
ロックのアドレスＢを特定する（ステップＳ２）。次
に、フラッシュメモリの各物理ブロックを検索して、空
きブロックを検出し当該空きブロックのアドレスＰを特
定する（ステップＳ３）。なお、複数の物理ブロックの
なかから適切な空きブロックを検出する方法については
後述する。このように、書き込み対象の物理ブロックＰ
および消去対象の物理ブロックＢが特定されれば、まず
書き込み対象となる物理ブロックＰに対してデータの書
き込みを実施する（ステップＳ４）。次に、前使用物理
ブロックＢのデータを消去する（ステップＳ５）。そし
て、図５（ｂ）に示されるように、アドレス変換テーブ
ルにおいて、論理ブロックＬに対応付けられている物理
ブロックを物理ブロックＢから物理ブロックＰに変更す
る（ステップＳ６）ことで、データ書き換え動作を完了
する。
データに係る書き換え方法を示すフローチャートであ
る。第１に、書き換え対象となる論理ブロックＬを特定
する（ステップＳ１）。次に、図５（ａ）に示されるよ
うに、アドレス変換テーブルを参照して、その時点にお
いて論理ブロックＬに対応付けられている前使用物理ブ
ロックのアドレスＢを特定する（ステップＳ２）。次
に、フラッシュメモリの各物理ブロックを検索して、空
きブロックを検出し当該空きブロックのアドレスＰを特
定する（ステップＳ３）。なお、複数の物理ブロックの
なかから適切な空きブロックを検出する方法については
後述する。このように、書き込み対象の物理ブロックＰ
および消去対象の物理ブロックＢが特定されれば、まず
書き込み対象となる物理ブロックＰに対してデータの書
き込みを実施する（ステップＳ４）。次に、前使用物理
ブロックＢのデータを消去する（ステップＳ５）。そし
て、図５（ｂ）に示されるように、アドレス変換テーブ
ルにおいて、論理ブロックＬに対応付けられている物理
ブロックを物理ブロックＢから物理ブロックＰに変更す
る（ステップＳ６）ことで、データ書き換え動作を完了
する。
【０００８】次に、複数の物理ブロックのなかから適切
な空きブロックを検出する方法について説明する。図７
は、適切な空きブロックを検出する方法を示すフローチ
ャートである。まず、書き換え回数最小値に係る初期値
の設定を実施する（ステップＳ１１）。この初期値とし
ては、例えば書き換え回数記憶領域１４に記憶すること
ができる最大の数値を設定することが考えられる。次
に、概念的には図３に示されるように順次配列された複
数の物理ブロックから成る記憶領域について、例えばア
ドレスについて昇順または降順に一つずつ物理ブロック
を取り出して検索対象となる物理ブロックを特定する
（ステップＳ１２）。検索対象となる物理ブロックが特
定されれば、当該物理ブロックの論理ブロックアドレス
記憶領域１３を参照して、当該物理ブロックが既に論理
ブロックに対応付けられているか否かすなわち当該物理
ブロックが空きブロックであるか否かを判定する（ステ
ップＳ１３）。検索対象となっている物理ブロックが空
きブロックである場合には、当該物理ブロックの書き換
え回数記憶領域１４を参照して、当該物理ブロックの書
き換え回数が書き換え回数最小値より小さいか否かを判
定する（ステップＳ１４）。当該物理ブロックの書き換
え回数が書き換え回数最小値より小さい場合には、検索
対象となっている物理ブロックを書き込み対象の物理ブ
ロックして設定する（ステップＳ１５）とともに、書き
換え回数最小値として当該物理ブロックの書き換え回数
を設定する（ステップＳ１６）。
な空きブロックを検出する方法について説明する。図７
は、適切な空きブロックを検出する方法を示すフローチ
ャートである。まず、書き換え回数最小値に係る初期値
の設定を実施する（ステップＳ１１）。この初期値とし
ては、例えば書き換え回数記憶領域１４に記憶すること
ができる最大の数値を設定することが考えられる。次
に、概念的には図３に示されるように順次配列された複
数の物理ブロックから成る記憶領域について、例えばア
ドレスについて昇順または降順に一つずつ物理ブロック
を取り出して検索対象となる物理ブロックを特定する
（ステップＳ１２）。検索対象となる物理ブロックが特
定されれば、当該物理ブロックの論理ブロックアドレス
記憶領域１３を参照して、当該物理ブロックが既に論理
ブロックに対応付けられているか否かすなわち当該物理
ブロックが空きブロックであるか否かを判定する（ステ
ップＳ１３）。検索対象となっている物理ブロックが空
きブロックである場合には、当該物理ブロックの書き換
え回数記憶領域１４を参照して、当該物理ブロックの書
き換え回数が書き換え回数最小値より小さいか否かを判
定する（ステップＳ１４）。当該物理ブロックの書き換
え回数が書き換え回数最小値より小さい場合には、検索
対象となっている物理ブロックを書き込み対象の物理ブ
ロックして設定する（ステップＳ１５）とともに、書き
換え回数最小値として当該物理ブロックの書き換え回数
を設定する（ステップＳ１６）。
【０００９】ステップＳ１６の処理を終了した後、ステ
ップＳ１３において検索対象となっている物理ブロック
が空きブロックでない場合、並びにステップＳ１４にお
いて検索対象となっている物理ブロックの書き換え回数
が書き換え回数最小値以上である場合には、全ての物理
ブロックについて検索が完了したか否かを判定する（ス
テップＳ１７）。全ての物理ブロックについて検索が完
了していない場合には、ステップＳ１２に戻って同様の
処理を次の物理ブロックに対して実施する。また、全て
の物理ブロックについて検索が完了した場合には、書き
込み対象の物理ブロックとして最終的に設定された物理
ブロックについて、当該物理ブロックに係る書き換え回
数を１つ増分して書き換え回数記憶領域１４に書き込む
（ステップＳ１８）。
ップＳ１３において検索対象となっている物理ブロック
が空きブロックでない場合、並びにステップＳ１４にお
いて検索対象となっている物理ブロックの書き換え回数
が書き換え回数最小値以上である場合には、全ての物理
ブロックについて検索が完了したか否かを判定する（ス
テップＳ１７）。全ての物理ブロックについて検索が完
了していない場合には、ステップＳ１２に戻って同様の
処理を次の物理ブロックに対して実施する。また、全て
の物理ブロックについて検索が完了した場合には、書き
込み対象の物理ブロックとして最終的に設定された物理
ブロックについて、当該物理ブロックに係る書き換え回
数を１つ増分して書き換え回数記憶領域１４に書き込む
（ステップＳ１８）。
【００１０】ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ等のフラッシ
ュメモリについては同一の物理ブロックへの書き込みが
集中すると素子が劣化するために、上記のような処理を
実施することで、各物理ブロックについての書き換え回
数を平均化することができて、フラッシュメモリ自体の
寿命を延ばすことが可能となる。
ュメモリについては同一の物理ブロックへの書き込みが
集中すると素子が劣化するために、上記のような処理を
実施することで、各物理ブロックについての書き換え回
数を平均化することができて、フラッシュメモリ自体の
寿命を延ばすことが可能となる。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】物理ブロックの書き換
え回数を平均化するための従来の空きブロックの検出方
法は上記のように構成されているので、各物理ブロック
毎に書き換え回数記憶領域を具備させる必要があるとと
もに、書き換え回数が大きくなった場合にはラップアラ
ウンドに係る処理等を実施する必要が生じるために、メ
モリの制御システムが複雑になるという課題があった。
え回数を平均化するための従来の空きブロックの検出方
法は上記のように構成されているので、各物理ブロック
毎に書き換え回数記憶領域を具備させる必要があるとと
もに、書き換え回数が大きくなった場合にはラップアラ
ウンドに係る処理等を実施する必要が生じるために、メ
モリの制御システムが複雑になるという課題があった。
【００１２】この発明は上記のような課題を解決するた
めになされたもので、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ等の
不揮発性メモリを構成する各物理ブロック毎の書き換え
回数を簡単な方式を用いて平均化させることができる不
揮発性メモリのデータ書き換え方法を得ることを目的と
する。
めになされたもので、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ等の
不揮発性メモリを構成する各物理ブロック毎の書き換え
回数を簡単な方式を用いて平均化させることができる不
揮発性メモリのデータ書き換え方法を得ることを目的と
する。
【００１３】
【課題を解決するための手段】この発明に係る不揮発性
メモリのデータ書き換え方法は、消去状態にあって書き
込み可能な物理ブロックである空きブロックの数を確認
する第１のステップと、乱数を発生させて、複数の空き
ブロックのなかから１つの空きブロックを選定し、当該
空きブロックを書き込み対象となる物理ブロックとして
特定する第２のステップとを有するようにしたものであ
る。
メモリのデータ書き換え方法は、消去状態にあって書き
込み可能な物理ブロックである空きブロックの数を確認
する第１のステップと、乱数を発生させて、複数の空き
ブロックのなかから１つの空きブロックを選定し、当該
空きブロックを書き込み対象となる物理ブロックとして
特定する第２のステップとを有するようにしたものであ
る。
【００１４】この発明に係る不揮発性メモリのデータ書
き換え方法は、空きブロックの数だけ順次配列された複
数の記憶部から成りそれぞれの記憶部には空きブロック
を特定する情報が記憶されている空きブロック登録テー
ブルを設けて、発生された乱数に応じて、空きブロック
登録テーブル内のいずれかの記憶部を選定することで書
き込み対象となる空きブロックを特定するようにしたも
のである。
き換え方法は、空きブロックの数だけ順次配列された複
数の記憶部から成りそれぞれの記憶部には空きブロック
を特定する情報が記憶されている空きブロック登録テー
ブルを設けて、発生された乱数に応じて、空きブロック
登録テーブル内のいずれかの記憶部を選定することで書
き込み対象となる空きブロックを特定するようにしたも
のである。
【００１５】
【発明の実施の形態】以下、添付の図面を参照して本願
発明に係る実施の形態を説明する。なお、以下の説明に
おいては、本願発明の実施の形態に記載された各手段お
よび各工程と、特許請求の範囲に記載された発明の各手
段および各工程との対応関係を明らかにするために、実
施の形態に記載された各手段および各工程にそれぞれ対
応する特許請求の範囲に記載された発明の各手段および
各工程を適宜かっこ書きにより示すものとする。
発明に係る実施の形態を説明する。なお、以下の説明に
おいては、本願発明の実施の形態に記載された各手段お
よび各工程と、特許請求の範囲に記載された発明の各手
段および各工程との対応関係を明らかにするために、実
施の形態に記載された各手段および各工程にそれぞれ対
応する特許請求の範囲に記載された発明の各手段および
各工程を適宜かっこ書きにより示すものとする。
【００１６】実施の形態１．この発明の実施の形態１に
おいては、フラッシュメモリ（不揮発性メモリ）の記憶
領域に係る論理ブロックと物理ブロックとの関係につい
ては、従来技術と同様に図３に示されるような関係を有
するものとし、フラッシュメモリに記憶されたデータに
係る処理を実施するに際しては、ＣＰＵ側からは論理ブ
ロックアドレスによりアクセスする方式をとる。但し、
この実施の形態１は、従来技術と比較して、例えば空き
ブロックのアドレス等として与えられる空きブロック特
定情報を順次登録する空きブロック登録テーブルを有す
る点で差異を有する。図１は、空きブロック登録テーブ
ル等を示す図である。図１において、１は空きブロック
の数を記録する空きブロック数カウンタ、２はそれぞれ
が順次配列された複数の記憶部から構成される空きブロ
ック登録テーブルである。空きブロック数カウンタ１お
よび空きブロック登録テーブル２は、ともに例えばＣＰ
Ｕに接続されたＲＡＭ内のワークエリアにおいて構成す
ることが可能である。図１に示されるように、空きブロ
ック数カウンタ１に記憶された空きブロックの数がＮで
ある場合には、空きブロック登録テーブル２におけるア
ドレス０からアドレス（Ｎ−１）によりアクセス可能な
各記憶部にそれぞれ空きブロックのアドレスが記憶され
る。
おいては、フラッシュメモリ（不揮発性メモリ）の記憶
領域に係る論理ブロックと物理ブロックとの関係につい
ては、従来技術と同様に図３に示されるような関係を有
するものとし、フラッシュメモリに記憶されたデータに
係る処理を実施するに際しては、ＣＰＵ側からは論理ブ
ロックアドレスによりアクセスする方式をとる。但し、
この実施の形態１は、従来技術と比較して、例えば空き
ブロックのアドレス等として与えられる空きブロック特
定情報を順次登録する空きブロック登録テーブルを有す
る点で差異を有する。図１は、空きブロック登録テーブ
ル等を示す図である。図１において、１は空きブロック
の数を記録する空きブロック数カウンタ、２はそれぞれ
が順次配列された複数の記憶部から構成される空きブロ
ック登録テーブルである。空きブロック数カウンタ１お
よび空きブロック登録テーブル２は、ともに例えばＣＰ
Ｕに接続されたＲＡＭ内のワークエリアにおいて構成す
ることが可能である。図１に示されるように、空きブロ
ック数カウンタ１に記憶された空きブロックの数がＮで
ある場合には、空きブロック登録テーブル２におけるア
ドレス０からアドレス（Ｎ−１）によりアクセス可能な
各記憶部にそれぞれ空きブロックのアドレスが記憶され
る。
【００１７】次に、この実施の形態１によるメモリ制御
方法について説明する。所定の論理ブロックに記憶され
たデータに係る書き換え動作は、基本的には図６に示さ
れたフローチャートによる書き換え動作と同様であるの
で、その説明を省略する。従来技術と本願発明とでは、
適切な空きブロックを検出する方法において差異を有し
ている。図２は、この発明の実施の形態１による適切な
空きブロックの検出方法を示すフローチャートである。
まず、空きブロック数カウンタ１を参照して、その時点
においてデータ書き込み可能となっている空きブロック
の数を確認する（ステップＳ２１（第１のステッ
プ））。空きブロック数をＮとすると、Ｎ個の空きブロ
ックのなかから適切な空きブロックを選定するように、
０から（Ｎ−１）の範囲で乱数を発生させて、空きブロ
ック登録テーブル２において、アクセスするアドレスＭ
を決定する（ステップＳ２２）。次に、空きブロック登
録テーブルのアドレスＭに登録されている物理ブロック
のアドレスＰを読み出して、この物理ブロックＰを書き
込み対象の物理ブロックとして特定する（ステップＳ２
３（第２のステップ））。書き込み対象の物理ブロック
Ｐが特定されれば、空きブロック登録テーブル２におけ
るアドレスＭの記憶部に、図３に示されるようにこの書
き込み動作に伴って消去対象となる物理ブロックのアド
レスＢをアドレスＰに代えて書き込む（ステップＳ２
４）。なお、書き込み対象の物理ブロックＰが特定され
た後の処理については、図６に示されるように、書き込
み対象の物理ブロックＰにデータを書き込み、前使用物
理ブロックＢのデータを消去し、アドレス変換テーブル
を更新することでデータの書き換えを完了する。
方法について説明する。所定の論理ブロックに記憶され
たデータに係る書き換え動作は、基本的には図６に示さ
れたフローチャートによる書き換え動作と同様であるの
で、その説明を省略する。従来技術と本願発明とでは、
適切な空きブロックを検出する方法において差異を有し
ている。図２は、この発明の実施の形態１による適切な
空きブロックの検出方法を示すフローチャートである。
まず、空きブロック数カウンタ１を参照して、その時点
においてデータ書き込み可能となっている空きブロック
の数を確認する（ステップＳ２１（第１のステッ
プ））。空きブロック数をＮとすると、Ｎ個の空きブロ
ックのなかから適切な空きブロックを選定するように、
０から（Ｎ−１）の範囲で乱数を発生させて、空きブロ
ック登録テーブル２において、アクセスするアドレスＭ
を決定する（ステップＳ２２）。次に、空きブロック登
録テーブルのアドレスＭに登録されている物理ブロック
のアドレスＰを読み出して、この物理ブロックＰを書き
込み対象の物理ブロックとして特定する（ステップＳ２
３（第２のステップ））。書き込み対象の物理ブロック
Ｐが特定されれば、空きブロック登録テーブル２におけ
るアドレスＭの記憶部に、図３に示されるようにこの書
き込み動作に伴って消去対象となる物理ブロックのアド
レスＢをアドレスＰに代えて書き込む（ステップＳ２
４）。なお、書き込み対象の物理ブロックＰが特定され
た後の処理については、図６に示されるように、書き込
み対象の物理ブロックＰにデータを書き込み、前使用物
理ブロックＢのデータを消去し、アドレス変換テーブル
を更新することでデータの書き換えを完了する。
【００１８】以上のように、この実施の形態１によれ
ば、空きブロックの数を確認するステップＳ２１と、乱
数を発生させて、当該乱数に応じて複数の空きブロック
のなかから１つの空きブロックを選定し、選定された空
きブロックを書き込み対象となる物理ブロックとして特
定するステップＳ２３とを有するように構成したので、
フラッシュメモリへのデータの書き換え回数が多くなれ
ば各物理ブロックの書き換え回数も統計的に平均化され
ることが予測され、書き換え回数記憶領域１４等を必要
としない簡単な構成、並びに書き換え回数のカウント処
理やラップアラウンド処理等の処理を必要としない簡単
な方式によって、各物理ブロックの書き換え回数を平均
化させてフラッシュメモリの寿命を延ばすことができる
という効果を奏する。
ば、空きブロックの数を確認するステップＳ２１と、乱
数を発生させて、当該乱数に応じて複数の空きブロック
のなかから１つの空きブロックを選定し、選定された空
きブロックを書き込み対象となる物理ブロックとして特
定するステップＳ２３とを有するように構成したので、
フラッシュメモリへのデータの書き換え回数が多くなれ
ば各物理ブロックの書き換え回数も統計的に平均化され
ることが予測され、書き換え回数記憶領域１４等を必要
としない簡単な構成、並びに書き換え回数のカウント処
理やラップアラウンド処理等の処理を必要としない簡単
な方式によって、各物理ブロックの書き換え回数を平均
化させてフラッシュメモリの寿命を延ばすことができる
という効果を奏する。
【００１９】また、空きブロックの数だけ順次配列され
た記憶部にそれぞれ空きブロックのアドレスを記憶した
空きブロック登録テーブル２を設けて、発生された乱数
に応じて空きブロック登録テーブル２内のいずれかの記
憶部を選定することで書き込み対象となる１つの空きブ
ロックを特定するように構成したので、空きブロックの
管理を容易にするとともに、空きブロック数に応じた所
定の数値範囲において発生させた乱数を順次配列された
記憶部のアドレスに対応付けることで、おおよそ同じ確
率での各空きブロックの選定を可能とするシステムを容
易に構築することができるという効果を奏する。
た記憶部にそれぞれ空きブロックのアドレスを記憶した
空きブロック登録テーブル２を設けて、発生された乱数
に応じて空きブロック登録テーブル２内のいずれかの記
憶部を選定することで書き込み対象となる１つの空きブ
ロックを特定するように構成したので、空きブロックの
管理を容易にするとともに、空きブロック数に応じた所
定の数値範囲において発生させた乱数を順次配列された
記憶部のアドレスに対応付けることで、おおよそ同じ確
率での各空きブロックの選定を可能とするシステムを容
易に構築することができるという効果を奏する。
【００２０】なお、上記の実施の形態１による不揮発性
メモリのデータ書き換え方法は、本願発明を限定するも
のではなく、例示することを意図して開示されているも
のである。本願発明の技術的範囲は特許請求の範囲の記
載により定められるものであり、特許請求の範囲に記載
された技術的範囲内において種々の設計的変更が可能で
ある。例えば、空きブロック登録テーブルを必ずしも設
ける必要はなく、フラッシュメモリの記憶領域を構成す
る全物理ブロックのアドレス範囲に対応する数値範囲に
おいて乱数を発生させて、当該乱数に基づいて得られた
アドレスを中心とした近傍領域の物理ブロックを検索し
て、得られたアドレスに最も近い空きブロックを書き込
み対象の物理ブロックとして特定するような方法をとる
ことも可能である。
メモリのデータ書き換え方法は、本願発明を限定するも
のではなく、例示することを意図して開示されているも
のである。本願発明の技術的範囲は特許請求の範囲の記
載により定められるものであり、特許請求の範囲に記載
された技術的範囲内において種々の設計的変更が可能で
ある。例えば、空きブロック登録テーブルを必ずしも設
ける必要はなく、フラッシュメモリの記憶領域を構成す
る全物理ブロックのアドレス範囲に対応する数値範囲に
おいて乱数を発生させて、当該乱数に基づいて得られた
アドレスを中心とした近傍領域の物理ブロックを検索し
て、得られたアドレスに最も近い空きブロックを書き込
み対象の物理ブロックとして特定するような方法をとる
ことも可能である。
【００２１】
【発明の効果】以上のように、この発明によれば、空き
ブロックの数を確認する第１のステップと、乱数を発生
させて、複数の空きブロックのなかから１つの空きブロ
ックを選定し、当該空きブロックを書き込み対象となる
物理ブロックとして特定する第２のステップとを有する
ように構成したので、不揮発性メモリへのデータの書き
換え回数が多くなれば各物理ブロックの書き換え回数も
統計的に平均化されることが予測され、書き換え回数記
憶領域等を必要としない簡単な構成、並びに書き換え回
数のカウント処理やラップアラウンド処理等の処理を必
要としない簡単な方式によって、各物理ブロックの書き
換え回数を平均化させて不揮発性メモリの寿命を延ばす
ことができるという効果を奏する。
ブロックの数を確認する第１のステップと、乱数を発生
させて、複数の空きブロックのなかから１つの空きブロ
ックを選定し、当該空きブロックを書き込み対象となる
物理ブロックとして特定する第２のステップとを有する
ように構成したので、不揮発性メモリへのデータの書き
換え回数が多くなれば各物理ブロックの書き換え回数も
統計的に平均化されることが予測され、書き換え回数記
憶領域等を必要としない簡単な構成、並びに書き換え回
数のカウント処理やラップアラウンド処理等の処理を必
要としない簡単な方式によって、各物理ブロックの書き
換え回数を平均化させて不揮発性メモリの寿命を延ばす
ことができるという効果を奏する。
【００２２】この発明によれば、空きブロックの数だけ
順次配列された複数の記憶部から成りそれぞれの記憶部
には空きブロックを特定する情報が記憶されている空き
ブロック登録テーブルを設けて、発生された乱数に応じ
て、空きブロック登録テーブル内のいずれかの記憶部を
選定することで書き込み対象となる空きブロックを特定
するように構成したので、空きブロックの管理を容易に
するとともに、空きブロック数に応じた所定の数値範囲
において発生させた乱数を順次配列された記憶部のアド
レスに対応付けることで、おおよそ同じ確率での各空き
ブロックの選定を可能とするシステムを容易に構築する
ことができるという効果を奏する。
順次配列された複数の記憶部から成りそれぞれの記憶部
には空きブロックを特定する情報が記憶されている空き
ブロック登録テーブルを設けて、発生された乱数に応じ
て、空きブロック登録テーブル内のいずれかの記憶部を
選定することで書き込み対象となる空きブロックを特定
するように構成したので、空きブロックの管理を容易に
するとともに、空きブロック数に応じた所定の数値範囲
において発生させた乱数を順次配列された記憶部のアド
レスに対応付けることで、おおよそ同じ確率での各空き
ブロックの選定を可能とするシステムを容易に構築する
ことができるという効果を奏する。
【図１】 この発明の実施の形態１による空きブロック
登録テーブル等を示す図である。
登録テーブル等を示す図である。
【図２】 この発明の実施の形態１による適切な空きブ
ロックの検出方法を示すフローチャートである。
ロックの検出方法を示すフローチャートである。
【図３】 不揮発性メモリの記憶領域に係る論理ブロッ
クと物理ブロックとの関係を示す図である。
クと物理ブロックとの関係を示す図である。
【図４】 従来の適切な空きブロックの検出方法におい
て用いられる物理ブロック内に格納される管理情報に係
るデータ構造を示す図である。
て用いられる物理ブロック内に格納される管理情報に係
るデータ構造を示す図である。
【図５】 アドレス変換テーブルの構造を示す図であ
る。
る。
【図６】 不揮発性メモリで用いられるデータ書き換え
方法の概略を示すフローチャートである。
方法の概略を示すフローチャートである。
【図７】 適切な空きブロックを検出する従来の方法を
示すフローチャートである。
示すフローチャートである。
１ 空きブロック数カウンタ、２ 空きブロック登録テ
ーブル、１１ データ領域、１２ 冗長領域、１３ 論
理ブロックアドレス記憶領域、１４ 書き換え回数記憶
領域
ーブル、１１ データ領域、１２ 冗長領域、１３ 論
理ブロックアドレス記憶領域、１４ 書き換え回数記憶
領域
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
Ｆターム(参考） 5B018 GA04 HA23 MA24 NA06 QA15
5B025 AE00
5B060 AB26 AC11
Claims (2)
- 【請求項１】 書き換え対象となる論理ブロックを特定
するステップと、アドレス変換テーブルにおいて当該論
理ブロックに対して当初対応付けられていて消去対象と
なる物理ブロックを特定するステップと、書き込み対象
となる物理ブロックを特定するステップと、書き込み対
象となる物理ブロックに対してデータを書き込むステッ
プと、消去対象の物理ブロックのデータを消去するステ
ップと、アドレス変換テーブルにおいて当該論理ブロッ
クに対して書き込み対象となる物理ブロックを対応付け
るステップとを有する不揮発性メモリのデータ書き換え
方法において、 消去状態にあって書き込み可能な物理ブロックである空
きブロックの数を確認する第１のステップと、 乱数を発生させて、複数の空きブロックのなかから１つ
の空きブロックを選定し、当該空きブロックを書き込み
対象となる物理ブロックとして特定する第２のステップ
とを有することを特徴とする不揮発性メモリのデータ書
き換え方法。 - 【請求項２】 空きブロックの数だけ順次配列された複
数の記憶部から成りそれぞれの記憶部には空きブロック
を特定する情報が記憶されている空きブロック登録テー
ブルを設けて、 発生された乱数に応じて、空きブロック登録テーブル内
のいずれかの記憶部を選定することで書き込み対象とな
る空きブロックを特定することを特徴とする請求項１記
載の不揮発性メモリのデータ書き換え方法。
Priority Applications (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001236928A JP3646679B2 (ja) | 2001-08-03 | 2001-08-03 | 不揮発性メモリのデータ書き換え方法 |
| US10/484,322 US7240178B2 (en) | 2001-07-25 | 2002-07-19 | Non-volatile memory and non-volatile memory data rewriting method |
| PCT/JP2002/007356 WO2003010671A1 (en) | 2001-07-25 | 2002-07-19 | Non-volatile memory and non-volatile memory data rewriting method |
| CNB028147979A CN1255733C (zh) | 2001-07-25 | 2002-07-19 | 非易失性存储器和非易失性存储器的数据改写方法 |
| KR1020047000158A KR100877030B1 (ko) | 2001-07-25 | 2002-07-19 | 불휘발성 메모리 및 불휘발성 메모리의 데이터 재기록 방법 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001236928A JP3646679B2 (ja) | 2001-08-03 | 2001-08-03 | 不揮発性メモリのデータ書き換え方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003050747A true JP2003050747A (ja) | 2003-02-21 |
| JP3646679B2 JP3646679B2 (ja) | 2005-05-11 |
Family
ID=19068103
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001236928A Expired - Fee Related JP3646679B2 (ja) | 2001-07-25 | 2001-08-03 | 不揮発性メモリのデータ書き換え方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3646679B2 (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007184072A (ja) * | 2005-12-29 | 2007-07-19 | Samsung Electronics Co Ltd | 半導体装置のアドレス変換器及び半導体メモリ装置 |
| JP2008123314A (ja) * | 2006-11-14 | 2008-05-29 | Nec Electronics Corp | 半導体記憶装置への情報記録方法及び情報記録システム |
| US7451266B2 (en) | 2003-04-10 | 2008-11-11 | Renesas Technology Corp. | Nonvolatile memory wear leveling by data replacement processing |
| JP2012194993A (ja) * | 2005-06-06 | 2012-10-11 | Sony Corp | 記憶装置 |
| CN112631522A (zh) * | 2020-12-25 | 2021-04-09 | 上海威固信息技术股份有限公司 | 一种固态硬盘闪存颗粒数据的快速清除方法 |
Citations (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02310896A (ja) * | 1989-05-25 | 1990-12-26 | Canon Inc | 記憶素子への書き込み方法 |
| JPH05265874A (ja) * | 1992-03-24 | 1993-10-15 | Oki Electric Ind Co Ltd | メモリへのデータ保存方法 |
| JPH05274219A (ja) * | 1992-03-27 | 1993-10-22 | Alps Electric Co Ltd | 記憶装置 |
| JPH0670119A (ja) * | 1992-06-12 | 1994-03-11 | Ricoh Co Ltd | ファクシミリ装置 |
| JPH06139138A (ja) * | 1992-10-29 | 1994-05-20 | Toshiba Corp | メモリカード装置 |
| JPH09293386A (ja) * | 1996-04-30 | 1997-11-11 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 記憶装置 |
| JPH11249968A (ja) * | 1998-03-05 | 1999-09-17 | Sanyo Electric Co Ltd | ファイル記録方法及びファイルシステム |
| JP2000181805A (ja) * | 1998-12-16 | 2000-06-30 | Hagiwara Sys-Com:Kk | 記憶装置 |
-
2001
- 2001-08-03 JP JP2001236928A patent/JP3646679B2/ja not_active Expired - Fee Related
Patent Citations (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JP2000181805A (ja) * | 1998-12-16 | 2000-06-30 | Hagiwara Sys-Com:Kk | 記憶装置 |
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| JP2007184072A (ja) * | 2005-12-29 | 2007-07-19 | Samsung Electronics Co Ltd | 半導体装置のアドレス変換器及び半導体メモリ装置 |
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| CN112631522A (zh) * | 2020-12-25 | 2021-04-09 | 上海威固信息技术股份有限公司 | 一种固态硬盘闪存颗粒数据的快速清除方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP3646679B2 (ja) | 2005-05-11 |
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