JP2003085037A - メモリ管理方法 - Google Patents

メモリ管理方法

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    • G06F3/0664—Virtualisation aspects at device level, e.g. emulation of a storage device or system

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ＯＳにとってフラッシュメモリが任意のロケ
ーションに対する読出および書込が可能なデータ記憶装
置に見えるようなフラッシュメモリの管理方法を提供す
る。 【解決手段】 フラッシュメモリ（１２）、フラッシュ
コントローラ（１４）とランダムアクセスメモリ（１
６）とを含む仮想マッピングシステムを設けることによ
り、データを書込まれていない物理アドレス場所に連続
して書込むことが可能になる。仮想メモリマップ（１
４、１６）はメモリ内のデータの場所を追跡するために
フラッシュメモリ物理場所アドレスを関連づける。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、フラッシュメモリ
に情報をストアし、これを取出すための改良されたシス
テムに関し、より特定的にはフラッシュメモリに書込ま
れるデータを編成し、管理するシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】当業者には認められるように、フラッシ
ュタイプのフローティングゲートトランジスタを含む電
気的消去可能なプログラマブル読出専用メモリ（ＥＥＰ
ＲＯＭ）が当該分野で説明されており、現在市場で入手
可能である。これらのいわゆるフラッシュメモリは、そ
の機能および性能の点でＥＰＲＯＭメモリと類似した不
揮発性メモリであり、メモリのブロックを消去する回路
内プログラマブル動作を可能にするというさらなる機能
を有する。フラッシュメモリでは、以前に書込まれてい
るメモリの領域を、その領域を前もってブロック消去す
ることなく書替えることは慣用ではない。本発明はフラ
ッシュメモリに関して説明されるが、当業者には、その
教示がフラッシュメモリと同じ書込、読出および書込前
ブロック消去特性を有するデータ記憶装置にも適用でき
ることが理解されるであろう。
【０００３】典型的なコンピュータシステムでは、オペ
レーティングシステムプログラムが、そのシステムの一
部であるデータ記憶装置のデータ管理を担っている。オ
ペレーティングシステムプログラムとの互換性を達成す
るために必要かつ通常は十分であるデータ記憶装置の属
性は、これがデータ記憶媒体の如何なる位置からもデー
タを読出すことができ、これにデータを書込むことがで
きることである。したがって、データが以前に書込まれ
ているフラッシュメモリの領域には、この領域をまず消
去するまではデータが書込まれ得ないため、フラッシュ
メモリは典型的な既存のオペレーティングシステムプロ
グラムと互換性がない。
【０００４】オペレーティングシステムプログラムを変
形することなく既存のコンピュータオペレーティングプ
ログラムによってフラッシュメモリを管理することを可
能にするソフトウェア製品が先行技術において提案され
ている。しかしながら、これらの先行技術のプログラム
は、フラッシュメモリを「書込１回読出数回」の装置と
して動作させる。この先行技術のソフトウェア製品は、
以前に書込まれているメモリ場所を再利用できない。最
終的にすべての場所が書込まれれば、特定のユーザの介
入なくさらにメモリを用いることができない。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】本発明のある目的は、
コンピュータオペレーティングシステムにとってフラッ
シュメモリが如何なるフラッシュメモリ場所からもデー
タを読出すことができ、これにデータを書込むことがで
きるデータ記憶装置に見えるようにフラッシュメモリへ
のアクセスを制御し、管理するための方法（すなわちソ
フトウェア、ハードウェアのファームウェア）の提供で
ある。フラッシュメモリがランダムアクセスメモリをエ
ミュレートすることを可能にし、既存のコンピュータオ
ペレーティングシステムが、エミュレーション方法に依
存することなく、標準的なランダムアクセスメモリによ
って与えられるのと同じ態様で他のすべての必要なサポ
ートを与えることを可能にする方法を提供する。
【０００６】
【課題を解決するための手段】簡単に言えば、本発明
は、書込まれていない物理アドレス場所にデータが連続
的に書込まれることを可能にするフラッシュメモリ、仮
想マッピングシステムの提供を企図するものである。仮
想メモリマップは、メモリ内のデータの場所を追跡する
ためにフラッシュメモリ物理場所アドレスを関連づけ
る。
【０００７】フラッシュメモリの物理場所は、バイトの
アレイとして編成される。アレイ内の各バイトには、そ
れによってバイトが物理的にアクセス可能となるアドレ
ス番号が割当てられ、これを以下、物理アドレス空間と
称する。アレイ内の各バイトは、仮想アドレス空間と称
する第２のアドレスを有する。仮想マップと称する表が
仮想アドレスを物理アドレスに変換する。ここで、仮想
アドレス空間は必ずしも物理アドレス空間と同じサイズ
ではないことに注目されたい。
【０００８】連続した固定長の物理バイト群は、ブロッ
クからアドレスする。たとえば、ブロックサイズが５１
２バイトとすると、物理アドレスが２５６２１１である
バイトは、ブロック５００内のバイト番号２１１である
（２５６２１１：５１２＝５００＋２１１）。適切な先
行技術のフラッシュメモリ技術を用いて物理的に消去さ
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（ゾーンと称する）はユニットを含み、各ユニット
は整数個のブロックを含む。
【０００９】仮想メモリマップとは、第１のエントリが
仮想ブロック０に属し、第２のエントリが仮想ブロック
１に属するといった具合の表である。表において各仮想
ブロックアドレスと関連して、対応する物理アドレスが
存在する。フラッシュメモリからの読出動作の際に、コ
ンピュータ生成アドレスが、仮想ブロックアドレスおよ
びブロック内のバイト場所としてデコードされる。仮想
メモリマップは、仮想ブロックアドレスを物理ブロック
アドレスに変換するのに用いられる。バイト位置は仮想
アドレス空間および物理アドレス空間において同じであ
る。
【００１０】書込動作の際に、コンピュータ生成アドレ
スが、やはり仮想ブロックアドレスおよびブロック内の
バイト場所として解釈される。仮想メモリマップはこれ
を物理メモリブロックアドレスに変換する。物理アドレ
スに対応するフラッシュメモリブロックが現在書込まれ
ていれば、一般にはこの物理アドレスに書込むのは不可
能である。したがって、書込まれていないブロックの場
所が突き止められ、これに書込まれる。仮想メモリマッ
プは、書込まれていない物理ブロックアドレスが元の仮
想アドレスにマッピングされるように変えられ、そのブ
ロックを含むユニットを消去するゾーン消去動作が行な
われるまでは元の物理アドレスは利用不可能なものとし
て示され、利用不可能なままである。書込動作はブロッ
ク全体が書替られることを仮定していることが認められ
るであろう。これが、コンピュータシステムが通常記憶
媒体内のデータにアクセスする態様である。しかしなが
ら、一般には如何なる所望の数のバイトも新しい記憶場
所に書込まれ得ることが認められるであろう。
【００１１】本発明の好ましい実施例では、各ユニット
に、そのユニットがフラッシュメモリ内の新しい物理ア
ドレス場所に書替えられる際にも変わらないで維持され
る論理ユニットアドレスが割当てられる。仮想マップ
は、物理ユニットアドレスではなく論理ユニットアドレ
スへの参照を含み、そのためユニット転送中のデータの
動きが仮想マップに影響を及ぼさない。
【００１２】各ユニットは、ユニット内のすべてのブロ
ックの利用マップ、すなわち、もしマッピングされるの
であればブロックの仮想アドレス、および空いているブ
ロックを示し、かつ利用不可能なブロックを示す特殊文
字を含む。
【００１３】以前に書込まれているフラッシュメモリの
利用不可能なブロックは、利用不可能なブロックを含む
メモリユニットをフラッシュメモリ内の確保されている
書込まれていない空間に転送することによって再利用さ
れる。利用可能なブロックのみが転送動作において書込
まれ、そのため書替えられる際に、利用不可能なブロッ
クがあった場所は確保された空間には書替えられず、し
たがって利用可能である。書替えられた後、元のメモリ
ユニット空間はユニットとしてフラッシュ消去され、し
たがってそこに後続の転送を行なうことができる書込ま
れていない確保された空間となる。
【００１４】さらに、本発明の好ましい実施例では、フ
ラッシュメモリに仮想マップがまずストアされ、ランダ
ムアクセスメモリには小さな二次的な仮想マップしかな
い。フラッシュメモリ内の仮想マップはブロック単位で
ストアされ、ページに編成され、そのサイズはブロック
内のバイト数とそのバイト数が表わす物理ブロックアド
レスの数との積に等しい。二次的ランダムアクセスメモ
リはページアドレスを含む。所与の仮想アドレスについ
てデータを読出す際に、アドレスをページサイズで割る
ことによってページ番号が決定される。その結果は、正
しい一次仮想マップブロックを見い出すために二次仮想
マップに示される。その余りは、フラッシュメモリ内に
ストアされた仮想マップに関する必要な物理アドレスを
計算するのに用いられる。フラッシュメモリ内の仮想マ
ップを変更するために、変更されたマップが空いたブロ
ックに書込まれ、一次マップ場所の変更を反映するよう
にランダムアクセスメモリ内の二次マップが変更され
る。とって代わられたブロックは削除と示される。
【００１５】上述のおよび他の目的、局面および利点
は、図面を参照して、以下の本発明の好ましい実施例の
詳細な説明よりさらに理解されるであろう。
【００１６】
【発明の実施の形態】ここで図面の図１を参照して、典
型的なシステムでは、プロセッサ１０がそのオペレーテ
ィングシステムソフトウェアとともに、ランダムアクセ
スメモリ内の特定のアドレス場所からデータを読出し、
これにデータを書込む一連の読出および書込コマンドを
発行する。当業者には認められるように、ディスクメモ
リ等のランダムアクセス記憶装置では、データは如何な
るアドレス場所にも書込まれ、またはこれから読出すこ
とが可能である。図１のシステムでは、プロセッサ１０
は特定のアドレス場所においてブロック単位でフラッシ
ュメモリ１２にデータを書込み、かつこれからデータを
読出す。フラッシュメモリ１２のゾーンは消去され得る
が、現在書込まれているアドレス場所はゾーン全体が消
去されるまで書替えられない。本発明の教示に従えば、
フラッシュメモリコントローラ１４は完全に書替可能な
仮想アドレス空間を与え、そのためフラッシュメモリ１
２はディスクメモリ等のランダムアクセスメモリをエミ
ュレートし、プロセッサオペレーティングシステムソフ
トウェアは標準的なランダムアクセスメモリに提供する
のと同じ態様で、かつフラッシュメモリ１２およびその
コントローラ１４に依存しない態様で、他のすべての必
要な動作サポート（たとえばファイスシステム）を与え
る。典型的なシステムはまた、従来のランダムアクセス
メモリ１６を含む。コントローラ１４の機能はソフトウ
ェア、ハードウェアのファームウェアで行なわれてもよ
く、図面に示されるように物理的に別個のユニットとし
ては必ずしも存在しないことが理解されるであろう。
【００１７】ここで図２を参照して、フラッシュメモリ
の編成の一部が示される。フラッシュメモリは、ここで
はゾーンＡ、ゾーンＢ等で示されるいくつかのゾーンを
有する。各ゾーンは、従来の周知のフラッシュメモリ技
術を用いてブロック消去され得るいくつかの連続した物
理メモリ場所を含む。ゾーンはユニットとして編成さ
れ、ここではそのうちの４つだけが図示されており、図
面でユニット♯１、ユニット♯６、ユニットＮ−１、お
よび転送ユニットとして示される。各ユニットは少なく
とも１つのゾーンを含み、複数の連続したゾーンを含
む。ここでは、各ユニットが２つのゾーン（すなわち、
ユニット♯１−ゾーンＡおよびゾーンＢ、ユニット♯２
−ゾーンＣおよびゾーンＤ、転送ユニット−ゾーンｘ２
および２ｘ）を含むものとして示される。
【００１８】各ユニットは整数個のアドレス可能なブロ
ックを含み、各ブロックは連続した固定長のバイト群を
含む。常に、メモリ１２には書込まれていないユニット
（すなわち転送ユニット）が存在し、そのため消去され
るべきユニット内の活性ブロックは、そのユニットを消
去する前にこの書込まれていないユニットに書込むこと
ができる。
【００１９】次に図３を参照して、各ユニットは、ブロ
ック番号およびブロック内のオフセットとしてアドレス
指定することができる連続するバイトアドレスを含む、
整数の数の連続するデータブロック２１を含む。ユニッ
トの各ブロックは、ブロック番号およびブロックでのオ
フセットによってアドレス指定することができるユニッ
トを有する。各ユニットは、ユニットヘッダ２３と、ユ
ニットの各ブロックの割当状態のマップ２５とを有す
る。ユニットヘッダ２３は、フォーマット識別子と、ユ
ニットの論理ユニット番号とを含む。ユニット転送の間
データが物理的に移動しなければならないため、好まし
くは、フラッシュメモリ１２のユニットの物理場所が変
わってもユニット番号は変化しないままである。さら
に、ヘッダは、システム全体の情報も含み得る。ブロッ
ク割当マップ２５は、各ブロックのために、ユニットに
おけるそのブロックの状態およびオフセットを示すワー
ドを有する。状態の表示は、「ブロックは空いており書
込可能である」、「ブロックは削除され書込不可能であ
る」、「ブロックが割当てられユーザデータを含む」、
およびブロックの仮想アドレス（バックポインタ）であ
る。
【００２０】上述のように、好ましくは、各ユニットに
は、メモリにおけるユニットの物理位置が変わっても変
わらない論理ユニット番号が割当られる。図４に示され
るように、コンピュータ１０によって発生されたアドレ
ス２９は、ブロック番号およびブロックオフセットを含
む。これらのアドレスはフラッシュコントローラ１４に
よって仮想アドレスとして解釈され、仮想マップを用い
て仮想アドレス空間と物理アドレス空間とを一致させる
ようにされる。仮想マップはブロックが書替られると変
化し、したがって、仮想アドレス空間は動的なものであ
る。なお、いかなる所与の時間にも、仮想アドレス空間
における１つまたは複数のブロックが物理アドレス空間
にマッピングされていなくてもよく、さらに、物理アド
レス空間におけるブロックが書込まていなくてもよくし
たがって自由に書込まれ得ることにも注目されたい。
【００２１】書込まれていないユニット空間へのユニッ
ト転送の間データが物理的に動くため、ユニットには、
メモリにおけるユニットの物理場所が変わっても変わら
ない論理ユニット番号が割当られる。２レベルのアドレ
ス変換の第１の段階において、仮想マップ３１はブロッ
ク番号を論理ユニットアドレスにマッピングする。物理
アドレスが物理ユニット番号に関するアドレスであるの
と同様に、論理ユニットアドレスは論理ユニット番号に
関するアドレスである。論理ユニット番号は、論理アド
レスの高次２進数字であり、ビットシフト動作によって
論理アドレスから引出され得る。マップ３１から得られ
た論理アドレス３３は、ユニット内のブロックのオフセ
ットとともに論理ユニット番号を含む。
【００２２】論理ユニット表３５は、論理ユニット番号
を論理ユニットに関する物理ユニット番号に変換する。
この２段階のアドレス変換手順により、ユニットが新し
い物理位置に移動したときにマップのブロックアドレス
を変える必要がなくなる。
【００２３】読出動作において、仮想アドレス２９は、
たとえば、最初にアドレスブロックにおいて論理ユニッ
ト番号およびユニット内のブロックオフセットにマッピ
ングされるブロックアドレスを含む。マップ３５は、ユ
ニット番号３３を、ユニットに関する物理アドレス３
７、およびユニット内のブロックのアドレス３７のオフ
セットにマッピングし、アドレス指定されたデータブロ
ックがこの物理的な場所から読出される。ここで、デー
タは、典型的に行なわれるように、ブロックごとに読取
られかつ書込まれると仮定する。もちろん、データは、
必要であれば、同じ原理を用いてバイトごとに書込まれ
かつ読出されてもよい。図５は、この読出動作を説明す
るためのフロー図である。上述のように、２段階のアド
レス変換の第１の段階で、仮想アドレス２９は論理アド
レスにマッピングされる（ブロック４０）。第２の段階
で、ブロック４１において、論理アドレスはフラッシュ
メモリの物理アドレスにマッピングされる。ブロック４
２においてこの物理アドレスのデータが読出され、これ
によってこの動作が終了する。
【００２４】書込動作では、仮想アドレス２９はここで
も最初に論理ユニット番号およびユニット内のブロック
オフセットにマッピングされる。コントローラ１４のア
ルゴリズムによって、このユニットに関するブロック割
当マップ２５が調べられる。このアドレスに対応するブ
ロックが既に書込まれていれば、対応する物理アドレス
では書込コマンドが実行できない。空きブロックが位置
決めされるまで、制御アルゴリズムによって各ユニット
に関するブロック割当マップ２５が走査される。最初の
ユニットアドレスでのブロックマップ２５におけるブロ
ックの状態は割当マップにおいてブロックの削除に変え
られ、空きブロックの状態は書込に変えられる。今最初
の仮想アドレスが書込動作が行なわれる予定の新しい論
理アドレスを指すように、仮想マップ３１が更新され
る。この論理アドレスは、上述のような態様で物理アド
レスにマッピングされ、ブロックがこのアドレスに書込
まれる。図６は、この書込動作を説明するためのフロー
図である。書込動作では、ブロック４５で仮想アドレス
２９が論理ユニットアドレスにマッピングされ、ブロッ
ク４６でユニットに関するユニット割当てが調べられ
る。判定ブロック４７でユニットアドレスが空いていれ
ば、ブロック４８でユニットアドレスは物理アドレスに
マッピングされ、ブロック４９でこの物理アドレスにデ
ータが書込まれ、動作が終了する。論理アドレスが空い
ていなければ（ブロック４７）、ブロック５０で、ユニ
ット表が走査され、ユニット割当表において空きアドレ
スを位置決めする。ブロック５１でこの新しい論理アド
レスは物理アドレスにマッピングされ、ブロック５２で
この物理アドレスにデータが書込まれる。ユニット割当
表は、最初のブロックが削除され書込不可能であり、新
しいブロックが割当てられユーザデータを含むことを示
すように更新される（ブロック５３）。その後、ブロッ
ク５４およびブロック５５で、仮想／論理アドレスマッ
プは、最初の仮想アドレスに対応するデータの新しい物
理アドレスを指すように更新される。
【００２５】読出動作および書込動作を制限なく継続さ
せることができるようにするために、物理メモリ空間は
周期的に再利用される。上述のように、メモリの少なく
とも１つのユニットが、その全体が空きブロックからな
りかつ転送ユニットとして働くように、常に確保され
る。
【００２６】次に図７を参照して、活性ユニットが選択
され（ここでは、ユニット♯Ｍ）、現在マッピングされ
ているすべての活性ブロックが読出されその後転送ユニ
ットに書込まれる。選択されたユニット♯Ｍはその後ブ
ロック消去され、転送ユニットとなり、活性ブロックが
書込まれている転送ユニットはこの例ではユニット♯Ｍ
となる。図７は、転送動作の前後のユニットの状態を示
している。図８は、この転送動作のフロー図である。転
送動作において、ブロック６０で転送のためのユニット
が選択され、ブロック６１で、選択されたユニットの活
性データブロックが読出される。その後、ブロック６２
で、これらの活性データブロックは、それらの活性デー
タブロックが最初のユニットで配置されていた場所に対
応する、転送ユニットの場所に書込まれる。その後、ブ
ロック６３で、選択された最初のユニットがフラッシュ
消去され、ブロック６４で、選択されたユニットが転送
ユニットとなり転送ユニットに選択されたユニットのユ
ニット番号が割当てられるように、論理／物理アドレス
マップが変えられる。
【００２７】以上のように説明したシステムには、その
内容が自由に更新される仮想マップが必要であり、その
ようなマップは従来のランダムアクセスメモリにストア
され得る。しかし、たとえば、ブロックサイズが５１２
バイトであると仮定すると、仮想マップが各ブロックの
ためにエントリを含み、各エントリがたとえば４バイト
長（すなわち、４ギガバイトのメモリまでアドレス指定
できる長さ）であってもよいため、８０Ｍバイトのフラ
ッシュメモリでは、マップ表をストアするために６４０
Ｋバイトのメモリが必要であろう。仮想マップをストア
するのに必要なランダムアクセスメモリの量を制限する
ために、本発明の好ましい実施例では、マップデータの
主要部分がフラッシュメモリ１２自体にストアされ、仮
想アドレスをコンピュータから一次仮想マップにマッピ
ングする二次仮想マップがメモリ１６のようなランダム
アクセスメモリにストアされる。ここで、重要なポイン
トは、二次仮想マップの構成によって、仮想マップの読
出および書込のための手順が、上述のような通常のデー
タの読出および書込のための手順と同一にされることで
ある。上述の説明におけるユーザデータおよびランダム
アクセスメモリにストアされた仮想マップ（すなわち、
二次仮想マップ）と同じ態様で扱われる仮想マップ自体
は、上述の説明における仮想マップと同等のものであ
る。
【００２８】本実施例では、仮想マップはフラッシュメ
モリ１２の負の仮想アドレスにあり、通常の空間は仮想
アドレス０で始まる。仮想マップは、フラッシュメモリ
にある仮想マップを通常のユーザデータと同様に読出し
かつ書込むことができるようにするように、仮想マップ
自体によって用いられる負のアドレスをマッピングし、
それ自体をマッピングする仮想マップの一部分（すなわ
ち、二次仮想マップ）だけがランダムアクセスメモリに
ある。
【００２９】簡略化された例では、６０００バイトの仮
想マップが１２個の仮想マップブロックにストアされ、
その各々のブロックが５１２バイトであると仮定する。
アドレスが４バイトであると仮定すると、各ブロックは
１２８個の物理アドレスをストアすることができる。し
たがって、各ブロックは、仮想フラッシュメモリの６４
Ｋバイトのアドレスを含む。仮想フラッシュメモリのア
ドレスからなる各ブロックはページとして考えられ、ラ
ンダムアクセスメモリは、アドレスブロックにマッピン
グされるページアドレス（この例では、４８バイトだ
け）をストアする。所与の仮想アドレスからデータを読
出す際に、アドレスはページサイズ（６４Ｋバイト）で
除算され、アドレスがストアされる一次仮想マップのペ
ージブロックにマッピングする二次仮想メモリのページ
番号が得られる。仮想メモリページブロックを用いて、
特定のフラッシュメモリの物理アドレスにマッピングす
る手順を、上述の態様で行なうことができる。たとえ
ば、仮想アドレスをページサイズで除算した後、その剰
余を仮想メモリブロックサイズ（たとえば、５１２）で
除算してフラッシュメモリから読出されるアドレスのア
レイに対するインデックスを得ることができる。
【００３０】所与の仮想アドレスにデータを書込む際
に、コンピュータによって発生されたアドレスもページ
サイズで除算され、フラッシュメモリの二次仮想マップ
に対するインデックスが得られる。二次仮想マップは、
一次仮想マップブロックが読出される一次仮想マップに
マッピングし、これは、読出される、アドレス指定され
た物理ブロックにマッピングするのに用いられる。この
ブロックは書替えすることができないため、書込みされ
ていないブロックが識別され、そこに、削除として示さ
れる最初のデータブロックが上述の態様で書込まれる。
フラッシュメモリにある仮想マップを更新するために、
本質的に同じ手順がその後に行なわれる。アドレスデー
タの新しい物理場所を反映するように変形された形の仮
想マップブロックは、フラッシュメモリの書込みされて
いないブロックに書込まれ、古いブロックは削除として
示される。ランダムアクセスメモリの二次仮想メモリ
は、必要に応じて、一次仮想メモリブロックの場所の変
化を反映するように変えられる。
【００３１】図９は、この動作のフロー図である。この
プロセスの第１のステップは、ブロック７０で仮想アド
レスをページ番号に変換し、ブロック７１で、ページ番
号を用いてフラッシュメモリ１２にストアされた仮想マ
ップの関連するページブロックのアドレスをＲＡＭ１６
において位置決めすることである。このアドレスでの仮
想マップのページブロックは、フラッシュメモリから読
出され（ブロック７２）、上述の態様で用いられて、デ
ータ読出動作またはデータ書込動作のために仮想アドレ
スに対応する物理アドレスを位置決めする。データ書込
動作では、ブロック７３で仮想マップのページブロック
を更新しなければならず、ブロック７４で、更新された
ページブロックの仮想マップはフラッシュメモリの空き
物理アドレス場所に書込まれる。ブロック７５で、ペー
ジブロックの仮想マップが配置されていた最初のフラッ
シュメモリアドレスが削除として示され、ブロック７６
で、ＲＡＭメモリ１６は、更新されたマップに関する仮
想／物理マップアドレスを指すように更新される。
【００３２】仮想マップは、システムの始動の際に容易
に再構成することができる。フラッシュメモリにある仮
想マップは不揮発性であり、再構成する必要はない。揮
発性ランダムアクセスメモリにある二次仮想マップは、
始動時に各ユニットの頂部にあるブロック利用マップを
走査することによって再構成することができる。仮想ア
ドレスにマッピングされたとして示されたブロックが識
別され、それに応じて二次仮想マップが構成される。
【００３３】以上、本発明を１つの好ましい実施例に関
して説明したが、前掲の特許請求の範囲の精神および範
囲内で本発明に変形を加えることができることが当業者
により認識されるであろう。
【図面の簡単な説明】
【図１】 図１は、本発明の教示に従うシステムの一実
施例のシステムの機能的構成要素を示すブロック図であ
る。
【図２】 図２は、本発明の教示に従うフラッシュメモ
リ編成の１レベルの図的表現である。
【図３】 図３は、ユニットが如何にフォーマット化さ
れるかを示す図的表現である。
【図４】 図４は、コンピュータ生成アドレスが物理ア
ドレスに如何にマッピングされるかを示す図的表現であ
る。
【図５】 図５は、読出動作を示すフロー図である。
【図６】 図６は、書込動作を示すフロー図である。
【図７】 図７は、転送動作の前および後のユニットの
状態を示す図的表現である。
【図８】 図８は、転送動作のフロー図である。
【図９】 図９は、仮想−物理マップの大部分がフラッ
シュメモリ内にストアされる動作を示すフロー図であ
る。
【符号の説明】
１０ プロセッサ、１２ フラッシュメモリ、１４ フ
ラッシュメモリコントローラ、１６ ランダムアクセス
メモリ、２１ データブロック、２３ ユニットヘッ
ダ、２５ ブロック割当マップ、２９ 仮想アドレス、
３１ 仮想マップ、３３ 論理アドレス、３５ 論理ユ
ニット表、３７ 物理アドレス
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 バン，アミル イスラエル、62309 テル・アビブ、エヒ ュダ・ハマクキャビ、47 Ｆターム(参考） 5B005 JJ23 MM31 RR02 UU23 5B060 AB26 MM02

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
    データを書込むことが可能であり、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、各ユニットのための割当表を確立する
    ステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための表
    を確立するステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には （ａ） 前記仮想アドレスをユニットの物理ブロックア
    ドレスにマッピングするステップと、 （ｂ） サブパラグラフ（ａ）で前記仮想アドレスがマ
    ッピングされた前記ユニットの前記割当表を調べて前記
    物理ブロックアドレスのブロックの状態が活性書込であ
    るか非書込であるかを判断するステップとを含み、 （ｃ） 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つの前記割当表を
    調べて非書込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非書込ブロック
    アドレスに書込むステップと、 （３） 前記仮想アドレスがマッピングされた前記ユニ
    ットの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（ｃ）（２）において前記データが
    書込まれたユニットの前記割当表を変更して前記データ
    が書込まれた前記非書込ブロックアドレスを活性書込と
    示すステップと、 （５） 前記表を変更して仮想アドレスを物理アドレス
    にマッピングし、前記表が前記仮想アドレスを、ステッ
    プ（ｃ）（２）で前記データが書込まれた前記非書込ブ
    ロックの物理アドレスにマッピングするようにさせるス
    テップとを含む、メモリ管理方法。
  2. 【請求項２】 前記ユニットのすべてのブロックが非書
    込である前記メモリ内の少なくとも１つの転送ユニット
    を確立するステップと、 前記少なくとも１つの転送ユニット以外の、消去される
    べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
    と、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを読出すステ
    ップと、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを前記少なく
    とも１つの転送ユニットに書込むステップと、 前記１つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
    の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
    すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための前
    記表を更新して前記選択されたユニットが前記１つの転
    送ユニットに置換され前記選択されたユニットが別の前
    記少なくとも１つの転送ユニットになったことを示すス
    テップとをさらに含む、請求項１に記載のメモリ管理方
    法。
  3. 【請求項３】 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可能であり、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、 前記メモリに仮想アドレスを物理アドレスにマッピング
    する第１の表を記憶するステップを含み、前記第１の表
    は複数のページ−アドレス可能ブロックとして編成され
    ており、 さらに ランダムアクセスメモリ内に、ページアドレスを前記メ
    モリ内の前記ページ−アドレス可能ブロックの物理アド
    レスにマッピングする第２の表を記憶するステップと、 前記メモリ内に記憶された前記第１の表のページ−アド
    レス可能ブロックを、非書込物理ブロック場所に変更さ
    れたページ−アドレス可能ブロックを書込むことによっ
    て変更するステップと、 前記ランダムアクセスメモリ内に記憶された前記第２の
    表を更新して、これが変更されたページ−アドレス可能
    ブロックのページアドレスを前記変更されたページ−ア
    ドレス可能ブロックが書込まれた非書込物理ブロック場
    所へマッピングするようにさせるステップとを含む、メ
    モリ管理方法。
  4. 【請求項４】 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可能であり、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、 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、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングする第１の表
    を確立するステップと、 前記メモリ内に複数のページ−アドレス可能ブロックと
    して編成された前記第１の表を記憶させるステップと、 ランダムアクセスメモリ内に、ページを、前記メモリ内
    にストアされた前記ページ−アドレス可能ブロックの物
    理アドレスにマッピングする第２の表を記憶するステッ
    プとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には （ａ） 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
    ステップと、 （ｂ） 前記ページアドレスを前記メモリ内のページ−
    アドレス可能ブロックにマッピングするステップと、 （ｃ） 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
    テップと、 （ｄ） 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
    前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
    ップとを含み、 （ｅ） 前記物理アドレスの前記ブロックが活性書込状
    態であれば、 （１） 前記データを前記メモリの非書込ブロックアド
    レスに書込むステップと、 （２） 前記ページ−アドレス可能ブロックを変更して
    前記第１の表が前記仮想アドレスをステップ（ｅ）
    （１）で前記データが書込まれた非書込ブロックの物理
    アドレスにマッピングするようにさせるステップと、 （３） ステップ（ｅ）（２）からの変更されたページ
    −アドレス可能ブロックを前記メモリ内の非書込物理ブ
    ロック場所に書込むステップと、 （４） 前記ランダムアクセスメモリに記憶された前記
    第２の表を更新して、変更されたページ−アドレス可能
    ブロックのページアドレスを前記非書込物理ブロック場
    所にマッピングさせるステップとを含む、メモリ管理方
    法。
  5. 【請求項５】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
    データを書込むことが可能であり、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、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための表
    を確立するステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には、 （ａ） 前記仮想アドレスをユニット内の物理ブロック
    アドレスにマッピングするステップと、 （ｂ） サブパラグラフ（ａ）で前記仮想アドレスがマ
    ッピングされた前記ユニットの前記割当表を調べて前記
    物理ブロックアドレスのブロックの状態を活性書込また
    は非書込と判断するステップとを含み、 （ｃ） 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つの前記割当表を
    調べて非書込ブロックアドレスを識別するステップと、 （２） 前記メモリの前記非書込ブロックアドレスに前
    記データを書込むステップと、 （３） 前記仮想アドレスがマッピングされた前記ユニ
    ットの前記割当表を変更して前記物理ブロックアドレス
    を削除と示すステップと、 （４） パラグラフ（ｃ）（２）で前記データが書込ま
    れたユニットの前記割当表を変更して前記データが書込
    まれた前記非書込ブロックアドレスを活性書込と示すス
    テップと、 （５） 前記表を変更して仮想アドレスを物理アドレス
    にマッピングし、前記表が前記仮想アドレスをステップ
    （ｃ）（２）において前記データが書込まれた前記非書
    込ブロックの物理アドレスにマッピングするようにさせ
    るステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスからデータを読出す際には （ｄ） 前記仮想アドレスをユニットの物理ブロックア
    ドレスにマッピングするステップと、 （ｅ） 前記メモリの前記物理アドレスから前記データ
    を読出すステップとを含む、メモリ管理方法。
  6. 【請求項６】 前記ユニットのすべてのブロックが書込
    まれていない前記メモリにおいて少なくとも１つの転送
    ユニットを確立するステップと、 前記少なくとも１つの転送ユニット以外の、消去される
    べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
    と、 前記選択されたユニットの各活性書込ブロックを読出す
    ステップと、 前記選択されたユニットの各活性書込ブロックを前記少
    なくとも１つの転送ユニットに書込むステップと、 前記１つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
    の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
    すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 前記表を更新して仮想アドレスを物理アドレスにマッピ
    ングし、前記選択されたユニットが前記１つの転送ユニ
    ットに置換され、前記選択されたユニットが別の前記少
    なくとも１つの転送ユニットになったことを示すステッ
    プとをさらに含む、請求項５に記載のメモリ管理方法。
  7. 【請求項７】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
    データを書込むことが可能であり、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、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングする第１の表
    を確立するステップと、 複数のページ−アドレス可能ブロックとして編成された
    前記第１の表を前記メモリに記憶するステップと、 ランダムアクセスメモリ内に、ページを、前記メモリ内
    にストアされた前記ページアドレス可能ブロックの物理
    アドレスにマッピングする第２の表を記憶するステップ
    とを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には （ａ） 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
    ステップと、 （ｂ） 前記ページアドレスを前記メモリのページアド
    レス可能ブロックにマッピングするステップと、 （ｃ） 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
    テップと、 （ｄ） 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
    前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
    ップとを含み、 （ｅ） 前記物理アドレスの前記ブロックが活性書込状
    態であれば （１） 前記データを前記メモリの非書込ブロックアド
    レスに書込むステップと、 （２） 前記ページ−アドレス可能ブロックを変更して
    前記第１のテーブルが仮想アドレスをステップ（ｅ）
    （１）で前記データが書込まれた非書込ブロックの物理
    アドレスにマッピングするようにさせるステップと、 （３） ステップ（ｅ）（２）からの変更されたページ
    −アドレス可能ブロックを前記メモリ内の非書込物理ブ
    ロック場所に書込むステップと、 （４） 前記ランダムアクセスメモリ内に記憶された前
    記第２の表を更新してこれが変更されたページ−アドレ
    ス可能ブロックのページアドレスを前記非書込物理ブロ
    ック場所にマッピングするようにさせるステップとを含
    み、 前記メモリの仮想アドレスからデータを読出す際には （ａ） 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
    ステップと、 （ｂ） 前記ページアドレスを前記メモリ内のページア
    ドレス可能ブロックにマッピングするステップと、 （ｃ） 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
    テップと、 （ｄ） 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
    前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
    ップと、 （ｅ） 前記メモリの前記物理アドレスから前記データ
    を読出すステップとを含む、メモリ管理方法。
  8. 【請求項８】 前記ユニットのすべてのブロックが書込
    まれていない前記メモリの少なくとも１つの転送ユニッ
    トを確立するステップと、 前記少なくとも１つの転送ユニット以外の、消去される
    べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
    と、 前記選択されたユニット内の各書込ブロックを読出すス
    テップと、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを前記少なく
    とも１つの転送ユニットに書込むステップと、 前記１つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
    の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
    すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための前
    記表を更新して、前記選択されたユニットが前記１つの
    転送ユニットで置換され、前記選択されたユニットが別
    の前記少なくとも１つの転送ユニットになったことを示
    すステップとをさらに含む、請求項７に記載のメモリ管
    理方法。
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