JP2003228513A

JP2003228513A - メモリ制御方法および装置

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Publication number: JP2003228513A
Application number: JP2002339085A
Authority: JP
Inventors: Kazunobu Kashiwabuchi; 和信柏渕
Original assignee: Axess Corp
Current assignee: Axess Corp
Priority date: 2001-11-28
Filing date: 2002-11-22
Publication date: 2003-08-15
Anticipated expiration: 2022-11-22
Also published as: JP4280055B2

Abstract

(57)【要約】【課題】メモリを効率的に制御するとともに、消去ブ
ロックの消去回数の平均化が可能なメモリ制御方法およ
び装置を提供する。【解決手段】フラッシュメモリを、それぞれ所定サイ
ズを持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前
記フラッシュメモリの消去ブロックの整数倍のサイズを
持つ複数のセグメントとによる階層的な構成とし、前記
セグメント単位で消去回数を管理する。セグメントの消
去回数に基づいて、少なくとも１つの有効ページを含む
セグメントを消去セグメントとして選択し、上記消去セ
グメントに含まれる前記少なくとも１つの有効ページの
各々に対して、（１）当該ページの内容を転送する転送
先を決定し、（２）当該ページの内容を前記転送先に転
送する、という処理を順次行い、前記消去セグメント内
の全ての有効ページの転送が終了した後、前記転送元セ
グメント内のデータを消去する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、メモリをファイル
およびデータ記憶用途として用いる為のメモリ制御方法
および装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報機器の普及を背景として、フラッシ
ュメモリの利用が拡大している。フラッシュメモリは、
電気的に消去および再書き込みができる不揮発性メモリ
である。フラッシュメモリは、複数の消去ブロックから
構成され、消去ブロックを単位として消去する構成であ
り、また各消去ブロックには数万回程度といわれる消去
回数の寿命がある。

【０００３】また、フラッシュメモリの利用拡大と共
に、フラッシュメモリをハードディスクのような外部記
憶装置用途として用いるためのファイルシステムの実現
が要求されている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】このようなファイルシ
ステムにおいて、メモリアクセスに関する高速化・高信
頼化などの要求があるのはもちろんのこと、フラッシュ
メモリが消去ブロックを消去単位としていること、デー
タが書き込まれた位置に直接上書きをすることができな
いことなどから、フラッシュメモリを外部記憶装置とし
て用いる為の効率的な制御が要求される。また、フラッ
シュメモリは様々な情報機器に搭載されることから、フ
ァイルシステムを特定のＣＰＵやＯＳ（Operating Syst
em）に依存しないように構成する必要が生じる。

【０００５】本発明は、このような事情に鑑みてなされ
た。すなわち本発明の第１の目的は、メモリの各消去ブ
ロックの消去回数を高い精度で平均化できる制御方法お
よび装置を提供することである。また、本発明の第２の
目的は、ファイルシステムなどに対して、メモリに対す
る書き込み、読み出しなどのアクセスを効率的に行うこ
とのできる制御方法を提供することである。また、本発
明の第３の目的は、メモリの物理フォーマット処理の中
断などに対する回復処理を提供し、システムの信頼性を
向上させることである。また、本発明の第４の目的は、
特定のハードウェアに依存しない構成を持つメモリ管理
システムを提供することである。

【０００６】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、メモリを、それぞれ所定サイズを持つ複数のページ
と、前記ページを複数含み且つ前記メモリの消去ブロッ
クの整数倍のサイズを持つ複数のセグメントとによる階
層的な構成として管理する。そして、前記セグメント単
位で消去回数を管理するとともに、上位プログラムから
のアクセス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の
記憶領域を指定するメモリ制御方法とする。セグメント
の消去回数に基づいて、少なくとも１つの有効ページを
含むセグメントを消去セグメントとして選択し、上記消
去セグメントに含まれる前記少なくとも１つの有効ペー
ジの各々に対して、（１）当該ページの内容を転送する
転送先を決定し、（２）当該ページの内容を前記転送先
に転送する、という処理を順次行い、前記消去セグメン
ト内の全ての有効ページの転送が終了した後、前記転送
元セグメント内のデータを消去する（請求項１）。この
ような、セグメントの転送・消去を行うことによって、
消去回数の少ないセグメントを使用可能な状態にするこ
とができ、各セグメントの消去回数を平均化できる。こ
の処理は、いわゆるガベージコレクションに対応する。
転送元セグメント内の有効ページ毎に移動先が決定され
る（すなわち、移動先のセグメントが１個に固定されな
い）ので、ページ転送の中断による問題を回避すること
ができる。

【０００７】上記目的を達成するため、請求項２に記載
のメモリの消去制御装置は、複数のページに分割された
セグメント毎の消去回数を記憶する記憶手段と、各セグ
メント毎の消去回数に基づいて、各セグメントの消去回
数の差が少なくなるように、消去回数の少ない領域を優
先的に消去するように前記メモリの消去を制御する消去
制御手段とを有する（請求項２）。消去回数の少ない領
域が優先的に消去され、各セグメントの消去回数を平均
化することができる。

【０００８】上記目的を達成するため、請求項３に記載
の発明は、メモリを、それぞれ所定サイズを持つ複数の
ページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリの消去
ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメントとに
よる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消去回数
を管理するとともに、上位プログラムからのアクセス要
求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指
定するメモリ制御方法である。さらに、このメモリ制御
方法に、全ページが未使用でないセグメントのうちそれ
ぞれのセグメントの消去回数に基づいて転送元セグメン
トを決定する転送元決定手順と、未使用ページがあるセ
グメントのうち各セグメントの消去回数に基づいて転送
先セグメントを決定する転送先決定手順と、前記転送元
セグメント内の書込みデータが有効のページ毎に、前記
転送先決定手順により転送先セグメントの決定をそれぞ
れ行い、前記決定された転送先セグメント内の未使用の
ページに前記転送元セグメント内の書込みデータが有効
のページのデータを転送する転送手順と、前記転送元セ
グメント内の書込みデータが有効な全てのページについ
て前記転送手順によって転送が終了したならば、前記転
送元セグメント内のデータを消去する消去手順と、から
成るセグメント転送手順を含める。ガベージコレクショ
ンにおいて、転送元セグメント内の有効ページ毎に移動
先が決定される（すなわち、移動先のセグメントが１個
に固定されない）ので、ページ転送の中断による問題を
回避することができる。

【０００９】ここで、前記転送元決定手順は、全ページ
が未使用でないセグメントの消去回数に加えて、全ペー
ジが未使用でないセグメントにおける書き込みデータが
無効のページ数、および前記全ページが未使用でないセ
グメントにおける書込みデータが有効のページ数を加味
して転送元セグメントを決定する構成であることが好ま
しい（請求項４）。

【００１０】この場合、前記転送元決定手順は、全ペー
ジが未使用でないセグメントのうち消去回数が少ない順
に第１所定数のセグメントを選択する手順と、選択され
た前記第１所定数のセグメントのうち、書込みデータが
無効のページ数が多い順に第２所定数のセグメントを選
択する手順と、選択された前記第２所定数のセグメント
のうち、書込みデータが有効のページ数が少ない順に第
３所定数のセグメントを選択する手順と、選択された前
記第３所定数のセグメントのうちの１つを前記転送元セ
グメントとして決定する手順とから構成することができ
る（請求項５）。

【００１１】また、前記転送元決定手順は、直前に実行
された前記転送元決定手順によって決定された転送元セ
グメントを対象外とする手順をさらに含むことが好まし
い（請求項６）。同じセグメントが連続して消去される
のを回避することができる。

【００１２】前記転送先決定手順は、前記未使用ページ
があるセグメントのうちそれぞれのセグメントの消去回
数に加えて、前記未使用ページがあるセグメントにおけ
る未使用ページ数を加味して前記転送先セグメントを決
定する構成であることが好ましい（請求項７）。

【００１３】この場合、前記転送先決定手順は、前記空
きページが存在するセグメントのうち消去回数が少ない
順に第４所定数のセグメントを選択する手順と、選択さ
れた前記第４所定数のセグメントのうち、未使用のペー
ジ数が多い順に第５所定数のセグメントを選択する手順
と、選択された前記第５所定数の前記セグメントのうち
１つを前記転送先セグメントとして選択する手順とから
構成することができる（請求項８）。

【００１４】前記転送先決定手順は、直前に実行された
前記転送先決定手順によって決定された転送先セグメン
ト内に未使用のページが存在する場合には、前記直前に
決定された転送先セグメントを転送先セグメントとして
決定する手順をさらに含むことが好ましい（請求項
９）。転送先セグメントの決定を高速化することができ
る。

【００１５】本メモリ制御方法が、前記メモリ内の全ペ
ージのうち未使用のページのページ数が第１しきい値以
下となること、または、前記全ページのうち書込みデー
タが無効のページのページ数が第２しきい値以上となる
ことの少なくとも一方の条件が満たされる場合に、前記
セグメント転送手順の実行を開始させる手順を含むこと
が好ましい（請求項１０）。メモリの空き状況に応じて
セグメント転送処理を自動的に開始させることができ
る。

【００１６】上記目的を達成するため、メモリを、それ
ぞれ所定サイズを持つ複数のページと、前記ページを複
数含み且つ前記メモリの消去ブロックの整数倍のサイズ
を持つ複数のセグメントとによる階層的な構成とし、前
記セグメント単位で消去回数を管理する。そして、上位
プログラムからのアクセス要求を受け前記ページ単位で
前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法とす
る。本メモリ制御方法に、前記上位プログラムからのア
クセス要求がある毎に、ＲＡＭ上に転送元セグメント番
号が記憶されているか否かを判定し、前記ＲＡＭ上に転
送元セグメント番号が記憶されていない場合には、前記
消去回数に基づいて転送元セグメントを決定して前記Ｒ
ＡＭ上に記憶する手順、前記ＲＡＭ上に転送元セグメン
ト番号が記憶されているか否かを判定し、前記ＲＡＭ上
に前記転送元セグメント番号が記憶されている場合に
は、前記転送元セグメント内の書込みデータが有効のペ
ージのうち１以上のページについて各ページ毎に、デー
タの転送先として前記消去回数に基づいて転送先セグメ
ントをそれぞれ決定し、前記決定された転送先セグメン
ト内の未使用のページに前記１以上の転送元のページの
データを転送する手順、前記転送元セグメントの書込み
データが有効のページの全てについて前記転送が終了し
ているか判定し、前記転送が終了している場合には、前
記転送元セグメントが転送の対象であることを解除する
為に該転送元セグメントが消去中であることを前記ＲＡ
Ｍ上に記憶するとともに前記転送元セグメントの消去を
開始する手順、前記ＲＡＭを参照して前記転送元セグメ
ントの消去が終了しているか否かを判定し終了している
場合には、前記ＲＡＭ上における前記転送元セグメント
が消去中であることを解除する手順、の少なくともいず
れか１つの手順を実行させるセグメント転送手順を含め
る（請求項１１）。セグメント転送・消去（ガベージコ
レクション）を、上記の手順によって実現することで、
ガベージコレクションをバックグラウンド処理として行
うことができる。また、ガベージコレクションのページ
移動を分散して行うことができる。

【００１７】この場合において、前記メモリ内の全ペー
ジのうち未使用のページのページ数が第１しきい値以下
となること、または、前記全ページのうち書込みデータ
が無効のページのページ数が第２しきい値以上となるこ
との少なくとも一方の条件が満たされる場合のみ、前記
セグメント転送手順の実行を開始させる構成であること
が好ましい（請求項１２）。

【００１８】上記目的を達成するため、請求項１３に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらに、本メモリ制御方法に、前
記セグメントの消去回数を前記セグメント管理情報に書
き込んで管理するセグメント管理手順と、前記ページ管
理情報にアクセス対象の論理ページ番号が含まれるか否
かを検索する検索手順と、上位プログラムから書込み要
求のあった書込みデータを書き込むべきページとして、
未使用ページがあるセグメントのうちそれぞれのセグメ
ントの消去回数に基づいてセグメントを１つ選択し該選
択されたセグメント内の未使用のページを割り当るペー
ジ割当て手順と、前記上位プログラムから書込み要求が
あった際に前記検索手順による検索を行った結果、指定
された前記論理ページ番号が検索されなかった場合に
は、前記ページ割当て手順により書込み対象のページを
割り当て、前記割り当てられたページのページ管理情報
格納領域に前記書込み対象の論理ページ番号を格納する
とともに、該割り当てられたページのデータ領域に前記
書込みデータを書き込む新規ページ書込手順と、前記上
位プログラムから書込み要求があった際に前記検索手順
による検索を行った結果、指定された前記論理ページ番
号が検索された場合には、前記ページ割当て手順により
書込み対象のページを割り当て、前記割り当てられたペ
ージのページ管理情報格納領域に前記検索されたページ
のページ管理情報格納領域の内容を転送するとともに、
該割り当てられたページのデータ領域に前記書込みデー
タを書き込み、さらに、前記検索されたページのページ
管理情報に該検索されたページのデータが無効であるこ
とを示す情報を書き込む既存ページ書込手順と、を含め
る。新規ページ書込手順、或いは既存ページ書き込み手
順において用いる書き込み対象のセグメントを、セグメ
ント消去回数にもとづいて、例えば消去回数の少ないセ
グメントに決定することができる。

【００１９】前記ページ割当て手順は、前記未使用ペー
ジがあるセグメントのうちそれぞれのセグメントの消去
回数に加えて、前記未使用ページがあるセグメントにお
ける未使用ページ数を加味してセグメントを１つ選択す
る構成とすることができる（請求項１４）。

【００２０】前記ページ割当て手順は、前記空きページ
が存在すセグメントのうち消去回数が少ない順に第４所
定数のセグメントを選択する手順と、選択された前記第
４所定数のセグメントのうち、未使用のページ数が多い
順に第５所定数のセグメントを選択する手順と、選択さ
れた前記第５所定数の前記セグメントのうち１つを選択
する手順と、を含む構成であることが好ましい（請求項
１５）。

【００２１】ここで、前記メモリ制御方法に、前記ペー
ジ割り当て手順によって割り当てたページの前記メモリ
内の記憶領域における先頭アドレスを記憶する手順をさ
らに含める構成とした場合、前記検索手順は、前回の前
記ページ割り当て手順によって割り当てられることによ
り記憶された前記先頭アドレスを用いて、前記アクセス
対象の論理ページ番号が前記メモリ内にあるか否かを検
索する構成とすることができる（請求項１６）。

【００２２】また、前記ページ割当て手順は、直前に実
行された前記ページ割当て手順によって割り当てられた
セグメント内に未使用のページが存在する場合には、そ
のページを前記割り当て対象のページとする手順をさら
に含むことが好ましい（請求項１７）。

【００２３】また、前記新規ページ書込手順は、前記書
込みデータについて０が多いか１が多いかを調べ、０が
多い場合でかつ前記メモリが消去後のデータが１になる
タイプである場合、または、１が多い場合でかつ前記メ
モリが消去後のデータが０になるタイプである場合、前
記書込みデータを反転して前記割り当てられたページに
書き込むとともに、データ反転を行ったかどうかの情報
を前記割り当てられたページのページ管理情報に書き込
む手順を含むことが好ましい（請求項１８）。書き込み
データをメモリの仕様に合わせて適応化させることで、
書き込みを高速化することができる。

【００２４】また、前記新規ページ書込手順は、前記書
込みデータが全て前記メモリの消去直後のデータと一致
する場合、前記ページ割当て手順により書込み対象のペ
ージを割り当て、前記割り当てられたページのページ管
理情報の格納領域に前記書込み対象の論理ページ番号を
格納するが、該割り当てられたページのデータ領域には
前記書込みデータを書き込まないこととする手順をさら
に含むことが好ましい（請求項１９）。消去後の状態と
して既に設定されているデータを書き込まないことで、
書き込みを高速化することができる。

【００２５】前記既存ページ書込手順は、指定された前
記論理ページ番号が検索された場合に、検索されたペー
ジのデータ領域のデータを読み込み、読み込まれた前記
検索されたページのデータが前記書込みデータと同じで
ある場合には書き込みを行わずに、前記既存ページ書込
み手順を終了させる手順をさらに含むことが好ましい
（請求項２０）。既に書き込まれているデータを書き込
まないことで、書き込みを高速化できる。

【００２６】また、前記既存ページ書込手順は、指定さ
れた前記論理ページ番号が検索された場合に、検索され
たページのデータ領域のデータを読み込み、前記書込み
データが、読み込まれた前記検索されたページのデータ
に対して上書き可能なタイプのデータである場合、前記
ページ割当て手順によるページの割り当てを行わず、前
記書込みデータを前記検索されたページに上書きする手
順をさらに含むことが好ましい（請求項２１）。ページ
の割り当てを行わないことで、書き込みを高速化するこ
とができる。

【００２７】上記目的を達成するため、請求項２２に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらにこのメモリ制御方法に、前
記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書込
み要求があった場合に、書込み対象のページとして前記
メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当てら
れたページのデータ領域に書込みデータを書き込むとと
もに、前記割り当てられたページのページ管理情報の格
納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号を
格納する書込み手順と、全ての論理ページ番号につい
て、それぞれの論理ページ番号に対応するページが前記
メモリ内に存在するか否かの情報を対応付けた対応関係
をRAM上に作成するページ割当マップ作成手順と、前記
上位プログラムから前記論理ページ番号を指定してのア
クセス要求があった場合に、前記ページ割当マップ作成
手順によって作成された対応関係を用いて、前記アクセ
ス要求の論理ページが前記メモリ内に存在するか否かを
判定するページ検索手順と、を含める。ページ割当マッ
プ作成手順によって作成した対応関係を用いることで、
ページ検索手順において、論理ページが前記メモリ内に
存在するか否かを高速に判定することができる。メモリ
内の全ページを検索して、論理ページがあるかないかを
判定する必要は無い。

【００２８】上記目的を達成するため、請求項２３に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらに、このメモリ制御方法に、
前記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書
込み要求があった場合に、書込み対象のページとして前
記メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当て
られたページのデータ領域に書込みデータを書き込むと
ともに、前記割り当てられたページのページ管理情報の
格納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号
を格納する書込み手順と、前記上位プログラムから論理
ページ番号を指定しての読出し要求があった場合に、最
後に読み出されたページの前記メモリの記憶領域におけ
る先頭アドレスがRAMに格納されているか否かを判定
し、前記判定結果として前記先頭アドレスがRAM上に格
納されていない場合には、前記メモリ内のページのペー
ジ管理情報を検索して前記読出し要求の論理ページ番号
があるか否かを判定するとともに、前記読出し要求のペ
ージが検索できた場合に該検索されたページの前記メモ
リの記憶領域における先頭アドレスをRAMに記憶し、前
記判定結果として前記先頭アドレスがRAMに格納されて
いる場合には、前記RAM上の先頭アドレスに基づいて前
記読出し要求の論理ページ番号があるか否かの検索を行
うページ検索手順とを含める。最後のページ検索手順で
みつかったページの先頭アドレスがRAM上に記憶される
ので、この先頭アドレスに基づいてページ検索を行うこ
とで、検索を高速化することができる。

【００２９】上記目的を達成するため、請求項２４に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらにこのメモリ制御方法に、前
記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書込
み要求があった場合に、書込み対象のページとして前記
メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当てら
れたページのデータ領域に書込みデータを書き込むとと
もに、前記割り当てられたページのページ管理情報の格
納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号を
格納する書込み手順と、前記上位プログラムから論理ペ
ージ番号を指定してページ削除要求があった場合に、指
定された前記論理ページ番号に対応するページのページ
管理情報に削除されたことを示す情報を書き込むページ
削除手順と、を含める。上位プログラムからのページ削
除要求に対して、ページ管理情報に削除の情報を書き込
んで対処する。上位プログラムがファイル削除時に、そ
のファイルが使用していた領域の削除をしておけば、上
位プログラムが別なファイルへの書き込みの際に削除し
た領域への書き込みを行うときに、当該ページの上書き
が発生しないため、書き込みを高速化することができ
る。

【００３０】上記目的を達成するため、請求項２５に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらに、このメモリ制御方法に、
上位プログラムからのアクセス要求で指定された論理ペ
ージ番号が前記メモリ内の各ページのページ管理情報に
含まれるか否かを検索する検索手順と、前記上位プログ
ラムから論理ページ番号を指定してページ書込み要求が
あった際に前記検索手順による検索を行い、指定された
前記論理ページ番号が検索されなかった場合に、前記メ
モリ内の未使用のページを選択し、前記選択されたペー
ジのページ管理情報のページ状態を予約とし及び前記ペ
ージ管理情報に前記指定された論理ページ番号を書き込
む第１手順と、前記選択されたページのデータ領域に書
込みデータを書き込む第２手順と、前記選択されたペー
ジのページ管理情報のページ状態を有効とする第３手順
とから成る新規ページ書込手順と、前記上位プログラム
から論理ページ番号を指定してページ書込み要求があっ
た際に前記検索手順による検索を行い、指定された前記
論理ページ番号が検索された場合に、前記メモリ内の未
使用のページを選択し前記選択されたページのページ管
理情報のページ状態を予約とし及び前記ページ管理情報
に前記指定された論理ページ番号を書き込む第４手順
と、前記選択されたページのデータ領域に書込みデータ
を書き込む第５手順と、前記検索されたページのページ
管理情報の更新中フラグを有効にする第６手順と、前記
選択されたページのページ管理情報のページ状態を有効
にする第７手順と、前記検索されたページのページ管理
情報のページ状態を削除にする第８手順とから成る既存
ページ書込手順と、全ページ中でページ状態が有効であ
り且つ更新中フラグが有効である条件を満たす削除中ペ
ージを検索する第９手順と、前記削除中ページと同一の
論理ページ番号を持ち且つ更新中フラグが無効である条
件を満たす上書きページを検索する第１０手順と、前記
第１０手順により前記上書きページがあった場合、前記
削除中ページのページ管理情報のページ状態を削除にす
る第１１手順とから成る書込回復手順と、を含める。電
源断などによる書き込み手順の中断に対して、書き込み
処理の回復を行うことができる。

【００３１】上記目的を達成するために、請求項２６に
記載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイ
ズを持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前
記メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数の
セグメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメントをデータ領域とセグメント管理情報
の格納領域に分け、前記ページをデータ領域とページ管
理情報の格納領域とに分けた構成であるとみなし、論理
ページ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行
う上位プログラムから前記論理ページ番号を受け取り、
前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメ
モリ制御方法とする。さらに、このメモリ制御方法に、
前記上位プログラムから論理ページ番号を指定してペー
ジ削除要求があった場合に、指定された前記論理ページ
番号に対応するページのページ管理情報のページ状態を
削除にするページ削除手順と、前記セグメントの消去回
数を前記セグメント管理情報に書き込んで管理するセグ
メント管理手順と、上位プログラムより指定セグメント
サイズおよび指定ページサイズを伴う物理フォーマット
要求を受け取った場合に、前記メモリ内の前記指定セグ
メントサイズで規定される全てのセグメントについて、
各セグメント内の全消去ブロックを消去する手順と、各
セグメントのセグメント管理情報に初期状態に対応する
情報を書き込む手順とを含む物理フォーマット手順と、
前記指定セグメントサイズで規定される全セグメントに
ついて、有効なデータが存在しないセグメント又はセグ
メント管理情報の内容が不正であるセグメントを検索す
る手順と、前記検索により見つかったセグメント内のデ
ータが全て消去されているかを判定する手順と、前記判
定により消去されていないデータがあるセグメントにつ
いて、データを消去するとともにセグメント管理情報に
初期状態に対応する情報を書き込む手順と、から成る物
理フォーマット回復手順と、を含める。電源断などによ
る物理フォーマット手順の中断に対して、物理フォーマ
ット処理の回復を行うことができる。

【００３２】上記目的を達成するため、請求項２７に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメント単位で消去回数を管理するととも
に、上位プログラムからのアクセス要求を受け前記ペー
ジ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御
方法とする。さらに、このメモリ制御方法に、前記メモ
リに書込みまたは消去命令を出してから完了するまでの
時間を測定することによって前記メモリの書込みまたは
消去に必要な待ち時間を、システムの処理速度に応じた
単位で測定する測定手順と、前記測定手順によって測定
された待ち時間に基づいて、前記メモリに対して書込み
または消去命令を出した後のタイムアウトの判定を行う
手順と、を含める。システム処理速度に基づく適正なタ
イムアウト処理を行うことができる。

【００３３】上記目的を達成するため、請求項２８に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメント単位で消去回数を管理するととも
に、上位プログラムからのアクセス要求を受け前記ペー
ジ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御
方法とする。さらにこのメモリ制御方法に、上位プログ
ラムより指定セグメントサイズおよび指定ページサイズ
を伴う物理フォーマット要求を受け取った場合に、前記
メモリ内の前記指定セグメントサイズで規定される全て
のセグメントについて、各セグメント内の全消去ブロッ
クを消去する手順と、各セグメントのセグメント管理情
報に初期状態に対応する情報を書き込む手順と、から成
る物理フォーマット手順と、前記メモリ内の少なくとも
１つのページについて、ページ管理情報にページサイズ
を含む、ページが有効であることを示す情報を書き込む
手順と、前記メモリ内の有効なページを検索して前記検
索されたページのページ管理情報からページサイズを取
得する手順と、を含める。ページサイズをメモリから取
得でき、ページサイズをＲＡＭなどに保持する必要がな
くなる。ページサイズを上位プログラムなどの固定値と
する必要がなくなり、システムの柔軟性が増す。

【００３４】上記目的を達成するため、請求項２９に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメント単位で消去回数を管理するととも
に、上位プログラムからのアクセス要求を受け前記ペー
ジ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御
方法とする。さらにこのメモリ制御方法に、上位プログ
ラムより指定セグメントサイズおよび指定ページサイズ
を伴う物理フォーマット要求を受け取った場合に、前記
メモリ内の前記指定セグメントサイズで規定される全て
のセグメントについて、各セグメント内の全消去ブロッ
クを消去する手順と、各セグメントのセグメント管理情
報に初期状態に対応する情報を書き込む手順とから成る
物理フォーマット手順と、前記メモリ内の少なくとも１
つのセグメントのセグメント管理情報に、物理フォーマ
ットの種類およびセグメントサイズを含む、セグメント
が有効である情報を書き込む手順と、前記メモリ内の有
効なセグメントを検索して前記検索されたセグメントの
セグメント管理情報から前記セグメントサイズおよび前
記物理フォーマットの種類を取得する手順と、を含め
る。物理フォーマットの種類をメモリから取得でき、物
理フォーマットの種類をＲＡＭなどに保持する必要がな
くなる。物理フォーマットの種類を上位プログラムなど
の固定値とする必要がなくなり、システムの柔軟性が増
す。

【００３５】上記目的を達成するため、請求項３０に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセ
グメントとによる階層的な構成として管理する。さら
に、前記セグメント単位で消去回数を管理するととも
に、上位プログラムからのアクセス要求を受け前記ペー
ジ単位で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御
方法とする。さらにこのメモリ制御方法に、ＲＡＭ上に
所定容量のＲＡＭ領域を確保し、前記確保されたＲＡＭ
領域を前記セグメントと前記ページによる階層的な構成
とみなし、前記上位プログラムからの論理ページ番号を
指定してのアクセス要求を受けて、前記確保されたＲＡ
Ｍ領域に対して前記ページ単位でアクセスを行うエミュ
レート手順を含める。ＲＡＭで前記メモリをエミュレー
トし、ソフトウェア開発を容易にする。前記メモリやタ
ーゲットのハードウェアがなくてもソフトウェア開発が
可能になる。

【００３６】上記目的を達成するため、請求項３１に記
載の発明では、上述したメモリ制御方法において、前記
メモリの記憶領域は、前記セグメントとセグメント内の
オフセットに対応する仮想アドレスで指定される。仮想
アドレスでメモリにアクセスする構成とすることで、タ
ーゲットのハードウェアに依存しないようにし、本メモ
リ制御方法を実現したソフトウェアモジュールの移植性
を高めることができる。

【００３７】上記目的を達成するため、請求項３２に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記
メモリの消去ブロックの整数倍のサイズを持つセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなすことにより、論理ペー
ジ番号を指定単位として記憶装置へのアクセスを行う上
位プログラムから前記論理ページ番号を指定したアクセ
ス要求を受け取り、受け取った前記論理ページ番号をセ
グメント番号とオフセットに対応する仮想アドレスに変
換するアドレス変換手順を含む。仮想アドレスでメモリ
にアクセスする構成とすることで、ターゲットのハード
ウェアに依存しないようにし、本メモリ制御方法を実現
したソフトウェアモジュールの移植性を高めることがで
きる。

【００３８】上記目的を達成するため、請求項３３に記
載のメモリ制御方法は、メモリを、それぞれ所定サイズ
を持つ複数のページと、ページを複数含み且つ前記メモ
リの消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメ
ントとによる階層的な構成とするとともに、ページ内を
データ領域とページ管理情報の格納領域とに分け、それ
ぞれのページのページ管理情報として論理ページ番号を
持たせることにより、ページ位置の管理を行うメモリ制
御方法であって、以下の（１）〜（３）の処理を順次行
うことにより、アクセス対象の論理ページ番号に対応す
る前記メモリ内の物理ページ番号を取得する。（１）上位プログラムから論理ページを指定してのアク
セスの要求を受けた際に、論理ページ番号と前記メモリ
内の物理ページ番号とを対応付けたＲＡＭ上の変換テー
ブルを検索し、アクセスの対象の物理ページ番号を取得
する。（２）変換テーブル内にアクセス対象の論理ページ番号
が存在しない場合、前記メモリ内のページ管理情報を検
索し、アクセス対象の物理ページ番号を取得する。（３）前記（２）にて、アクセス対象の論理ページが検
索された場合、当該検索の結果としての論理ページ番号
と前記メモリ内の物理ページ番号の対応関係を変換テー
ブルに登録する。このような構成により、変換テーブル
を用いたページ位置のキャシングが達成され、物理ペー
ジの検索を高速に行うことができる。変換テーブルのサ
イズは小さくても良いため、物理ページの検索は少ない
メモリ使用量で達成することができる。

【００３９】

【発明の実施の形態】図１は、本発明の実施形態として
の物理記憶デバイスドライバモジュール５（以下、ＰＤ
Ｍ５と記す）の位置付けを表している。図１に示すよう
に、アプリケーションプログラム１からのファイルアク
セスは、論理ファイルシステムモジュールであるＬＦＭ
３によって論理ページ（セクタ）単位のアクセスとされ
る。つまり、ＬＦＭ３は、ディスク装置の論理セクタを
アクセスするように、ＰＤＭ５に対してアクセスを行
う。ＬＦＭ３は、ファイルアクセスを、論理ページ番号
をアドレス指定単位とするアクセスにする機能を持つ
他、主な機能としてＦＡＴ（File Allocation Table）
の管理、パーティションの管理などを行う、一般的な論
理ファイルシステムモジュールであるものとする。

【００４０】ＰＤＭ５は、ＬＦＭ３からアクセス要求と
して指定された論理ページ番号をもとに、ＰＤＭ５内で
管理するフラッシュメモリＡ、またはＢ内のセグメント
番号とオフセット（物理ページ番号）に対応する仮想ア
ドレスを指定して、下位モジュールのメモリテクノロジ
ドライバモジュール７（以下、MTDM７と記す）に対して
アクセス要求を行う。MTDM７は、ＰＤＭ５からの仮想ア
ドレスを、システム内の実メモリアドレスに変換してフ
ラッシュメモリＡ、またはＢにアクセスする機能を提供
する。

【００４１】以下では、ＰＤＭ５が提供するメモリ制御
機能を下記の項目順に詳細に説明する。１．フラッシュメモリの構造化２．フラッシュメモリ内の物理ページの検索３．フラッシュメモリへの論理ページ書き込み４．フラッシュメモリの論理ページ削除５．フラッシュメモリからの論理ページ読み出し６．ガベージコレクション（ＧＣ）７．ウエアレベリング（Wear Leveling）８．インクリメンタルガベージコレクション（ＩＧＣ）９．ページ位置のキャッシング１０．メディアへの書き込み・消去の一時停止１１．不良ページへの対処１２．不良セグメントへの対処１３．書き込みデータのフラッシュメモリとアプリケー
ションへの適応化１４．書き込みデータのページごとのフラッシュメモリ
への適応化１５．メディアの物理フォーマット処理１６．メディアの論理フォーマット処理１７．メディアのロック・ロック解除１８．書き込み中の中断からの回復１９．物理フォーマット・消去中の中断からの回復２０．物理メモリフルでのデッドロックの回避２１．ページ割当てマップ（PAM）２２．自動ガベージコレクション（自動ＧＣ）２３．ＧＣ開始条件２４．書き込みデータの適応化２５．最終割り当てページ位置記憶２６．最終検索ページ位置記憶２７．ページデータサイズの自動判定２８．物理フォーマットの自動判定２９．ＰＤＭ５における仮想アドレス空間３０．メモリ待ち時間の自動判定３１．フラッシュメモリドライバへの特化３２．ＲＡＭによるフラッシュメモリのエミュレーショ
ン

【００４２】また、本明細書において用いる用語を次の
ように定義する。「消去ブロック」: フラッシュメモリが１度に消去する
メモリ領域（例えば、NOR型のフラッシュメモリでは64k
B, NAND型のフラッシュメモリでは8kB程度である）「ガベージコレクション（ＧＣ）」: フラッシュメモリ
中のデータを書き換える場合、同じ領域に繰り返して書
き込むことが不可能なので、別な領域に書き換えデータ
を書き込む。それを繰り返すと、メモリが古いデータ
（無効なデータ）で一杯になるため、消去ブロック中の
有効なデータだけを別なユニットにコピーし、その消去
ブロックを消去する必要がある。そのコピー・消去処理
をガベージコレクションという。「ウエアレベリング（Wear leveling）」: フラッシュ
メモリは、消去ブロックごとに消去回数の上限が決って
いるため、同じユニットを繰り返して使うと、そのユニ
ットの寿命が短くなる。それを防ぐために、各ユニット
を平均して使うための処理。「NOR型フラッシュメモリ」: 1バイト単位でランダムア
クセス可能なフラッシュメモリ「NAND,AND型フラッシュメモリ」: ページ(通常 512+16
バイト)単位でアドレスを指定し、1バイトずつシリアル
にアクセスするフラッシュメモリ「ページ」: ＰＤＭ５が扱う最小のデータブロック (通
常512バイト) 「物理ページ」: フラッシュメモリ中の物理的順序で規
定されるページ。「論理ページ」: 論理的な番号(論理ページ番号)で指定
されるページ。ディスクの論理セクタに対応する。「セグメント」: ＰＤＭ５が、ガベージコレクション・
消去を行う単位。物理ページ、消去ブロックの集合。

【００４３】なお、以下では、ステップ番号を用いて各
処理単位の手順を説明しているが、各処理単位では原則
としてステップ番号の若い順に手順が実行されるものと
する。同一のステップ番号に「'」「"」などの記号を付
加して用いたステップ番号は、条件によって処理内容が
変わる場合などを示している。なお、本発明の範囲を逸
脱しない範囲で、各処理単位における手順の順序を変え
る、手順の一部を省くなどの変形を行うことができるこ
とはいうまでもない。

【００４４】１．フラッシュメモリの構造化ＰＤＭ５は、フラッシュメモリを図２のように構造化し
て管理する。図２を参照して、ＰＤＭ５におけるフラッ
シュメモリの構造化について説明する。フラッシュメモ
リチップのメモリ領域５０を、等しいサイズを持つ複数
の「セグメント」（符号２０）に分割する。ここで、セ
グメントは次のような性質を持つ。・各セグメントは、固有の番号「物理セグメント番号」
を持つ。・システム内にメモリチップが複数存在する場合、物理
セグメント番号は、システム内で一意に割り当てられ
る。・セグメントは、等しいサイズを持つ複数の「ページ」
より構成される。・セグメントは、フラッシュメモリでデータを消去する
単位である「消去ブロック」（符号４０）を、１つ以上
含む。・セグメントは、消去ブロックの整数倍の大きさを持
つ。

【００４５】また、各セグメントは、セグメント内に、
自セグメントの管理情報(セグメントの状態、消去回数)
（符号２１）を持つ。セグメントの管理情報の格納位置
は、全セグメントで同じであるものとする。

【００４６】ＰＤＭ５において、セグメントの状態は次
の５種類で管理される。セグメントの状態の定義を以下
に示す。「未使用」: セグメントが未使用である。(メモリの消
去直後の状態) 「有効」: セグメントが有効である。(セグメントはフ
ォーマット済みである。ページを読み書き可能であ
る。) 「削除済み」: セグメントは無効である。(セグメント
内に有効なデータはない) 「不良」: セグメントは不良である。(セグメントのメ
モリの大半が不良であるので使用できない) 「予約」: セグメントは予約されている。

【００４７】図３は、セグメント管理情報２１の一例を
示している。図３に示す例において、セグメント管理情
報２１には、マジックコード（領域２２）、セグメント
の状態管理（領域２３）、および消去回数の管理（領域
２４）のための領域が含まれている。マジックコード
（領域２２）としては、例えば文字列“ＳＥＧ”を使用
することができる。セグメントの状態管理の領域２３で
は、ｂビット、ｄビット、ｖビット、ｒビットの各ビッ
トによって、それぞれ、セグメントの「不良」、「削除
済み」、「有効」、「予約」の各状態を管理する。ま
た、セグメントの消去回数の管理領域２４には、セグメ
ントの消去回数を書き込む。

【００４８】上位モジュール（ＬＦＭ３など）は、ペー
ジサイズを単位として、フラッシュメモリにアクセス
し、フラッシュメモリ内のページを「論理ページ番号」
で指定する。なお、論理ページ番号は、連続する一意の
整数である。ページ（符号３０）は、次のような性質を
持つ。・各ページは、セグメント内で固有な「物理ページオフ
セット」を持つ。・物理ページオフセットは、実際には、０から始まるセ
グメント内のページの通し番号である。・ページは、物理セグメント番号と物理ページオフセッ
トの組(「物理ページ番号」)で一意に指定される。・各ページは、ページ内に自ページの管理情報３１(論
理ページ番号、ページの状態、拡張情報)と、データを
記録する領域３６(「ページデータ」)を持つ（図４参
照）。

【００４９】ページの状態は次の５種類で管理される。
ページの状態の定義を以下に示す。「未使用」: ページが未使用である。(メモリの消去直
後の状態) 「有効」: ページが有効である。(ページ内のデータが
有効である) 「削除済み」: ページは削除された。(ページ内のデー
タは更新された) 「不良」: ページは不良である。(ページのメモリが不
良であるので使用できない) 「予約」: ページは予約されている。(ページに書き込
み中である) 各ページは、拡張情報として、「更新中フラグ」「反転
フラグ」を持つ。

【００５０】図４は、ページの詳細な構成の一例を示し
ている。図４に示す例において、ページ管理情報３１に
は、マジックコード（領域３２）、ページの状態管理
（領域３３）、論理ページ番号（領域３４）、および拡
張情報（領域３５）のための領域が含まれている。マジ
ックコード（領域３２）としては、例えば文字列“ＰＡ
ＧＥ”を使用することができる。ページの状態管理の領
域３３では、ｂビット、ｄビット、ｖビット、ｒビット
の各ビットによって、それぞれ、ページの「不良」、
「削除済み」、「有効」、「予約」の各状態を管理す
る。領域３４には、論理ページ番号を格納する。また、
拡張情報の領域３５の、ｕビット、ｉビットの各ビット
は、それぞれ、「更新中フラグ」、「反転フラグ」とし
て用いられる。

【００５１】上記のように、ＰＤＭ５は、ページ・セグ
メント自体に自分の管理情報を持たせるため、管理情報
を「テーブル」として集中させてフラッシュメモリ内に
格納する他の方式に比べ、以下のメリットがある。・テーブル破損によるメモリの管理構造の破壊の危険性
が少ない。・ページ書き換えの際に、書き換える箇所が１箇所で済
むため、書き換え速度が高速になる。

【００５２】２．物理ページの検索上位モジュールから受け取った論理ページ番号をもとに
フラッシュメモリ内のページ(「物理ページ」)にアクセ
スするために、論理ページ番号から物理ページ番号に変
換する必要がある。論理ページ番号から物理ページ番号
に変換することは、以下の手順（以下、ページ検索処理
と記す）によって達成される。（手順）ステップS201. システム中の全セグメントより、状態が
「有効」のセグメントを探す。ステップS202. そのセグメント内で、状態が「有効」の
ページを探す。ステップS203. そのページの管理情報より論理ページ番
号を読み出し、アクセス対象の論理ページ番号と一致す
るか調べる。ステップS204. アクセス対象の論理ページ番号と、ペー
ジの管理情報の論理ページ番号が一致するページを見つ
けるまで、S201-S203を繰り返す。なお、物理ページの検索には時間がかかるため、ページ
情報のキャッシング(後述の「９．ページ位置のキャッ
シング」参照)を行うことで速度を向上させることがで
きる。

【００５３】３．フラッシュメモリへの論理ページ書き
込み上位モジュールから論理ページ番号を指定しての書き込
み要求があると、ＰＤＭ５は、以下の手順でフラッシュ
メモリへの書き込み処理を行う。（手順）ステップS301. 論理ページ番号により、アクセス対象の
物理ページを検索する(上記のページ検索処理による)。ステップS302. メモリより未使用ページを探し、そのペ
ージにアクセス対象の論理ページ番号を割り当て、状態
を「予約」にする。ステップS303. 新しく割り当てたページにデータを書き
込む。ステップS304. (S301でアクセス対象の物理ページが存
在していた場合)元の物理ページの「更新中フラグ」を
有効にする。ステップS305. 新しく割り当てたページの状態を「有
効」にする。ステップS306. (S301でアクセス対象の物理ページが存
在していた場合) 元の物理ページを削除する(後述の
「４．フラッシュメモリの論理ページ削除」参照)。以
下の説明では、アクセス対象の物理ページが存在しない
場合のページ書き込み処理を「新規ページ書き込み」、
アクセス対象の物理ページが存在する場合のページ書き
込み処理（S304,S306が伴う）を「ページ上書き」と表
現する。

【００５４】フラッシュメモリへの書き込み処理を上記
のような手順によって行うことで、以下のようなメリッ
トが得られる。・書き込み中(S301-S305)に中断しても、元のページま
たは、新しいページが完全な状態で残る。・書き込み中(S303-S305の間)に中断された場合、新し
いページは「予約」状態で残るため、再起動後、ＧＣ可
能である（ＧＣの対象とすることができる）。・元の物理ページの削除前に中断された場合、古いペー
ジの「更新中フラグ」が有効なので、書き込みの中断が
あったことを知ることができる。同じ論理ページ番号
で、「更新中フラグ」が無効なページがある場合、古い
ページを削除することができる。なお、中断とは、書き
込み処理中のシステムの電源断などによる処理の中断を
いう。

【００５５】４．フラッシュメモリの論理ページ削除上位モジュールから論理ページ番号を指定しての削除要
求があると、ＰＤＭ５は、以下の手順でフラッシュメモ
リのページ削除処理を行う。（手順）ステップS401. 論理ページ番号により、アクセス対象の
物理ページを検索する(上記のページ検索処理による)。ステップS402. 物理ページを削除する（S411）。ここで、フラッシュメモリの物理ページ削除は、下記の
手順で行う。ステップS411. 物理ページの状態を「削除済み」にす
る。

【００５６】５．フラッシュメモリからの論理ページ
読み出し上位モジュールから論理ページ番号を指定しての読み出
し要求があると、ＰＤＭ５は、以下の手順でフラッシュ
メモリからの読み出し処理を行う。（手順）ステップS501. 論理ページ番号により、アクセス対象の
物理ページを検索する(上記のページ検索処理による)。ステップS502. (S501でアクセス対象の物理ページが存
在していた場合) その物理ページのデータを読み出す。ステップS502'. (S501でアクセス対象の物理ページが存
在していない場合) ダミーのデータを読み出す。

【００５７】６．ガベージコレクション(GC) フラッシュメモリの空き容量が少なくなった場合、以下
の手順で、ガベージコレクションを行う。（手順）ステップS601. Wear leveling(後述の「７．ウェアレベ
リング（Wear Leveling）」参照)の基準により、ガベー
ジコレクション対象のセグメントを探す。ステップS602. 対象のセグメント内の「有効」のページ
を探す。これを、「元のページ」とする。ステップS603. 別なセグメント内に新しいページを割り
当て、状態を「予約」とする。これを、「新しいペー
ジ」とする。ステップS604. 新しいページに、元のページのデータと
管理情報(ページの状態を除く)をコピーする。ステップS605. 新しいページの状態を「有効」にする。ステップS606. 元のページを削除する(S411)。ステップS607. 対象のセグメント内の全ページが削除済
みになるまでS602-S605を繰り返す。ステップS608. 対象のセグメントの状態を「削除済み」
にする。ステップS609. 対象のセグメントの消去回数をRAMに保
存する。ステップS610. 対象のセグメントを消去する。ステップS611. 対象のセグメントに管理情報を書き込
む。その際、状態を「有効」にし、消去回数を１加算す
る。

【００５８】ガベージコレクションを上記の手順で実現
することで、以下のようなメリットがある。・ガベージコレクションでページをコピーする際、ペー
ジに含まれる論理ページ番号は変更せずにそのままコピ
ーできるため、他の方式に比べて処理が簡素化され、高
速である。・ガベージコレクションでコピーするのは、ページだけ
であるので、複数の領域をコピーし、更新する他の方式
に比べて高速である。・ガベージコレクション中(S601-S608)に中断しても、
元のページまたは、新しいページが完全な状態で残る。・ガベージコレクション中断後、「予約」のページを検
索することで、不完全なページの存在を知ることができ
る。・消去中(S609-S611)に中断しても、他のセグメントは
そのままの状態で残る。・消去中断後、セグメントの状態が「削除済み」のセグ
メントを検索することで、不完全なセグメントの存在を
知ることができる。・GCを開始する条件の詳細については、後述の「２３．
ＧＣ開始条件」にて詳細に説明する。

【００５９】７．ウェアレベリング（Wear leveling） Wear levelingは、フラッシュメモリチップの寿命を延
ばすため、各消去ブロックの消去回数を平均化する目的
で行われる処理である。すわわち、ＰＤＭ５は、新しい
ページを割り当てる場合およびＧＣ対象のセグメントを
検索する際、次の要素を考慮してセグメントを選択する
ようにする。・最も消去回数の少ないセグメント・最も「削除済み」ページの多いセグメントなお、ＰＤＭ５は、セグメントを消去する前に、セグメ
ントに記憶されているセグメントの消去回数を、RAMに
保存しておく。そして、セグメントの消去の完了後、Ｐ
ＤＭ５は、RAMに保存しておいた消去回数を１増やして
セグメントに設定する。

【００６０】Wear levelingの詳細について以下に説明
する。Wear levelingは、ＰＤＭ５において次のような
処理のために用いられる。・新しいページを割り当てるセグメントの選択処理（書
き込み処理、ＧＣ）・ガベージコレクション対象セグメントの選択処理

【００６１】まず、新しいページを割り当てる場合のWe
ar levelingについて説明する。新しいページを割り当
てる場合のWear levelingを、より適正なものにするた
めに考慮される要素は以下のa〜eである。なお、以下の
全ての要素を考慮する必要は必ずしも無い。 a. セグメントの消去回数理由: 1. Wear levelingは、各セグメントの消去回数を平均化
するものであるから、セグメントの消去回数を考慮する
必要があるのは明白である。 2. ページ割り当ては将来的に、セグメントの消去を引
き起こすから、消去回数の少ないセグメントを選ぶこと
が、セグメントの消去回数の平均化につながるためであ
る。 b. セグメントの空き率 (空きページ数) 理由: 次のページ割り当ても同じセグメントから行える
ようにすることで、処理速度を向上させるためである。 c. セグメントの有効(使用中)ページ数理由: 有効ページ数が少ないセグメントほど連続してペ
ージを割り当てられるため、ページ割り当てを高速化で
きるためである。 d. セグメントの削除済みページ数理由: 削除済みページ数の多いセグメントは、GC処理が
高速になるので、セグメントを使い切ることで、このセ
グメントに対する将来のGCを高速化できるためである。 e. 前回割り当てたページのセグメント理由: セグメントを必ず使い切ることでメモリ使用効率
を向上させ、ページ割り当てを高速化できるためであ
る。

【００６２】Wear leveling（新規割り当て）処理の手
順を以下に示す。（手順）ステップS700. 前回本処理によって割り当てたセグメン
トに空きページが存在していたら、そのセグメントを使
用する (この時、前回割り当てたページの次から空きペ
ージを検索する)。これは、セグメントを使い切るた
め、高速化のためである。ステップS701. 空きページが存在し、セグメントの消去
回数の少ないセグメントをＭ個見つける。ここでは、一
例として最も少ない消去回数をminEcとした場合、消去
回数が minEc x 1.1以下であるという条件で、セグメン
トをさがすものとする。実際に見つかったセグメントの
個数をＣ_１とする。なお、消去回数の少ないセグメント
を選ぶのは、ページ割り当てが将来的なセグメント消去
につながるからである。ステップS702. Ｃ_１＞１の場合、 S701で見つかったセ
グメント中で空きページ数の多い上位M／２個を見つけ
る。実際に見つかったセグメントの個数をＣ_２とする。
ここで、空きページ数の多いものを選ぶのは、次の割り
当ても同じセグメントから行えるようにすることで、処
理速度を向上させるためである。なお、空きページ数の
多い上位M／２個を見つけるのは一例に過ぎず、Mよりも
小さければ特に限定されるものではない。ステップS703. Ｃ_２＞１の場合、任意の１個を対象にす
る。Ｃ_２個のセグメントのうちセグメント番号の最も若
いものを対象にしても良い。なお、以上のWear levelin
g（新規割り当て）処理において、Ｃ_ｎ（ｎ；１，２）
が１となった場合には、そのセグメントを対象として本
処理を終了することができる。

【００６３】次に、ＧＣ対象セグメントを選択する場合
のWear levelingについて説明する。なお、ＧＣするか
どうかは、事前に決定しているものとする。ＧＣ対象セ
グメントを選択する場合のWear levelingを、より適正
なものにするために考慮される要素は以下のa〜eであ
る。なお、以下の全ての要素を考慮する必要は必ずしも
無い。 a. セグメントの消去回数理由: Wear levelingは、各セグメントの消去回数を平
均化するものであるから、セグメントの消去回数を考慮
する必要があるのは明白である。 b. セグメントの空き率 (空きページ数) 理由: 空きページの多いセグメントは、まだ書き込み可
能であるので、なるべく消去しないほうが、メモリの消
去回数が減り、メモリの寿命を延ばすことが可能である
からである。 c. セグメントの有効(使用中)ページ数理由: 有効ページ数の少ないセグメントは、移動すべき
ページ数が少ないので、ＧＣ処理が高速になるからであ
る。 d. セグメントの削除済みページ数理由: 全ページが削除済みのセグメントは、そのままで
は使用不能であるので、消去すべきであるし、ページの
移動が不要なので、ＧＣ処理が高速になるからである。 e. 近い過去に消去したセグメント理由: 同じセグメントの連続消去を避けることで、消去
回数を平均化させるためである。

【００６４】Wear leveling（ＧＣ対象決定）処理の手
順を以下に示す。（手順）ステップS750. 前回ＧＣ(または消去)したセグメントは
対象外にする。これは、同じセグメントの連続消去を避
けるためである。ステップS751. 空き(全ページが未使用)でなく、セグメ
ントの消去回数の少ないセグメントＮ個を見つける。こ
こでは一例として、最も少ない消去回数をminEcとした
場合、消去回数が minEc x 1.1以下であるという条件
で、セグメントをさがすものとする。実際に見つかった
セグメントの個数をＣ_２とする。ステップS752. Ｃ_２＞１の場合、S751でみつかったセグ
メントの中で、全ページが削除済みのセグメントを見つ
ける。ここで、みつかったセグメントの個数をＣ _３とす
る。全ページが削除済みのセグメントは、消去すべきで
あるし、ＧＣ処理が高速になるからである。ステップS753. Ｃ_３≠０である場合、S752で見つかった
セグメントのうちどれか一つをＧＣ対象として決定す
る。ステップS753' (強制モード). [Ｃ_２>１かつＣ_３==0
の場合] S751で見つかったセグメント（Ｃ_２）の中で、
削除済みページ数が多い順にセグメントＮ／２個を見つ
ける。ここで実際にみつかったセグメントの個数をＣ_４
とする。なお、削除済みページ数の多い順にセグメント
上位N／２個を見つけるのは一例に過ぎず、Nよりも小さ
ければ特に限定されるものではない。ステップS753''.(通常モード)． [Ｃ_２ > 1 かつＣ_３=
=0の場合] S751で見つかったセグメント（Ｃ_２）の中
で、削除済みページ数が所定値Ｌより大きくかつ削除済
みページ数が多い上位Ｎ／２個を見つける。ここで実際
にみつかったセグメントの個数をＣ_４とする。ステップS754. Ｃ_４ > １の場合、S753またはS753"で見
つかったセグメント（Ｃ _４）の中で、有効ページ数の少
ない順にセグメントＮ／４個を見つける。ここで実際に
見つかったセグメントの個数をＣ_５とする。なお、有効
ページ数の少ないセグメントを選択するのは、有効ペー
ジ数の少ないセグメントでは、ＧＣ処理が高速になるか
らである。ここで、有効ページ数の少ない順にセグメン
トＮ／４個を見つけるのは一例に過ぎず、Ｎ／２個より
も小さければ特に限定されるものではない。ステップS755. Ｃ_５ > １の場合、S754で見つかったセ
グメント（Ｃ_５）のうち任意の１個をＧＣ対象に決定す
る。上記説明で用いた「強制モード」と「通常モード」につ
いて説明する。ＧＣ対象決定処理では、ＧＣの実行の契
機(ＧＣモードと呼ぶ)によって、若干異なる処理がなさ
れる。ＧＣモードは、通常モードと強制モードの二つが
ある。ＧＣの実行時期は、通常、後述の「２３．ＧＣ開
始条件」に従って自動的に決定される。これを通常モー
ドと呼ぶ。また、上位プログラムが、希望した時にＧＣ
を実行することも可能である。これを強制モードと呼
ぶ。

【００６５】なお、上記のWear leveling（ＧＣ対象決
定）処理において、Ｃ_ｎ（ｎ；２〜５）が１となった場
合には、そのセグメントをＧＣ対象にして本処理を終了
することができる。上記のWear leveling（ＧＣ対象決
定）処理に関連する処理として、以下のような処理を行
うのが適切である。・ＧＣ実行前、削除済みページのみのセグメントが存在
すれば1個消去する。・ページ書き込み後、残りの未使用ページ数が所定値P
以下の場合、ＧＣ処理を行う。

【００６６】８．インクリメンタルガベージコレクショ
ン(ＩＧＣ) 上位モジュールよりＰＤＭ５に処理(読み出し、書き込
みなど)が要求された時点で、以下の手順のうち、１つ
または複数を実行し、ガベージコレクションをバックグ
ラウンドでインクリメンタルに行う。（手順）ステップS801. 消去中のセグメントが存在する場合、上
位モジュールより要求された処理以外は行わない。(要
求された処理を実行するために、フラッシュメモリには
消去の一時停止機能が必要である。消去の一時停止機能
がない場合、消去が完了するまで、要求処理の実行を遅
延する。) ステップS802. ガベージコレクション対象のセグメント
がない場合、ガベージコレクション対象のセグメントを
さがし（Wear leveling（ＧＣ対象決定）処理によ
る）、そのセグメントが「ガベージコレクション対象」
であることをRAMに格納する。ステップS803. ガベージコレクション対象のセグメント
がある場合、対象のセグメント内のいくつか(1-2個程
度)のページを、ガベージコレクションの手順S602-S606
に従って、新しいセグメントに移動する。ステップS804. ガベージコレクション対象のセグメント
の全部のページが削除済みになった場合、そのセグメン
トがガベージコレクション対象であることを解除し、対
象のセグメントが「消去中」であることをRAMに格納
し、ガベージコレクションの手順S608-S610に従って、
セグメントの消去を開始する。ステップS805. セグメントの消去が終了した場合、ガベ
ージコレクションの手順S611に従って、セグメントを使
用可能にし、そのセグメントが消去中であることを解除
する。

【００６７】ＩＧＣの状態遷移図を図５に示す。ＰＤＭ
５が、ＬＦＭ３からメディアの使用開始の要求を受ける
と、ＰＤＭ５は初期化処理を行い、「通常実行中」状態
（符号３０１）になる。なお、本システムの場合、メデ
ィアとは、フラッシュメモリを指す。「通常実行中」状
態（符号３０２）では、ＬＦＭ３からの要求があるごと
に、ＧＣすべきか判定し、ＧＣ対象セグメントを検索す
る。そして、ＧＣ対象セグメントが確定すると、ＬＦＭ
３からの要求があるごとにページの移動を行う（「ＩＧ
Ｃ実行中」状態（符号３０３））。ページ移動が完了す
ると、ＬＦＭ３からの要求があるごとに消去の完了をチ
ェックする（「セグメント消去中」状態（符号３０
４））。初期状態以外の全状態において、ＬＦＭ３から
メディアの使用終了要求を受けると、ＰＤＭ３は所定の
後処理を行い、「解放状態」（符号３０５）となる。な
お、「セグメント消去中」状態３０４で、消去の完了を
待ってもよい。

【００６８】上記のインクリメンタルガベージコレクシ
ョンにより、ＯＳのタスク機能を使用せずに、ガベージ
コレクションを擬似的なバックグラウンド処理として行
うことができる。また、消去の一時停止機能を持つメモ
リを使用した場合、ガベージコレクション実行時の長時
間(数秒)の待ちが発生しない。なお、ＩＧＣが有効とさ
れている場合でも、メモリの空き容量が少なくなった場
合には、自動ＧＣ（「２２．自動ガベージコレクショ
ン」参照）を行う構成とすることが適切である。

【００６９】９．ページ位置のキャッシング物理ページの検索を高速化するため、以下の要領でペー
ジ位置のキャッシングを行う。まず、RAMに「ページ番
号変換キャッシュ」(以下、PNTCと記す)を置く。PNTC
は、複数の「ページ番号変換キャッシュエントリ」(以
下、PNTCEと記す)より構成される。PNTCEは、次の情報
を持つ: 論理ページ番号、物理ページ番号、連続するペ
ージ数（任意）、フラグ。PNTCE内の情報の意味を以下
に示す。・論理ページ番号は、エントリの対象とするページの論
理ページ番号を示す。・物理ページ番号は、エントリの対象とするページの物
理ページ番号を示す。・連続ページ数は、エントリの対象とするページから物
理ページ番号が連続する、使用中の物理ページの数を示
す。・フラグはキャッシュ制御のために使用される。なお、
PNTCの全エントリは、システム起動時に無効な状態に初
期化される。

【００７０】ページ位置のキャッシング処理の手順を以
下に示す。（手順）ステップS901. 物理ページの検索(上記のページ検索処
理による)の際、初めに、PNTC中に、アクセス対象の論
理ページ番号を含むPNTCEがあるか、PNTCEのフラグ、論
理ページ番号、物理ページ番号、連続するページ数（任
意）をもとに調べる。ステップS902. PNTCEが存在する場合、対象の物理ペー
ジ番号を、PNTCEの物理ページ番号と論理ページ番号か
ら求める。ステップS902'. PNTCEが存在しない場合、上記のページ
検索処理の手順で対象の物理ページ番号を検索し、検索
結果の論理ページ番号、物理ページ番号を、PNTCに登録
する。ステップS902'-1. この時、検索結果の物理ページがPNT
C中の他のエントリの領域に含まれるなら、そのエント
リを更新する。ステップS903. フラッシュメモリへの書き込み処理やガ
ベージコレクションによって、PNTC中のエントリの状態
が変わった場合には、PNTCを更新する。なお、連続する
ページ数は任意であり、これを持たない構成も可能であ
る。その場合、ステップS902'-1は不要である。

【００７１】以上のようにページ位置のキャッシング処
理を行うことのメリットとして、次のようなものが挙げ
られる。・PNTCは、RAMに置かれ、エントリ数が少なくても良い
ため、物理ページの検索を高速に、かつ、少ないメモリ
使用量で行うことができる。・PNTCは、全論理ページと物理ページの対応付けを行う
ものではなく、補助的な情報であるため、使用中の電源
断によって内容が失われても、システムがダメージを受
けることはない。

【００７２】１０．メディアへの書き込み・消去の一時
停止アプリケーション（ＡＰ）に対するレスポンスを向上さ
せるため、ＰＤＭ５は、書き込み・消去中のメディアに
対するアクセスを行う場合、その時実行している書き込
み・消去の一時停止を行う。書き込み・消去の一時停止
処理の手順を以下に示す。（手順）ステップS1001. アプリケーション(ＡＰ)がＰＤＭ５に
対して、メディア(物理ページ)へのアクセス(読み出
し、書き込み)を要求する。ステップS1002. ＰＤＭ５は、対象のページの含まれる
物理メモリの状態をMTDM７から取得する。ステップS1003. メモリが消去中の場合で、メモリが消
去の一時中止機能を持ち、アプリケーションが要求する
アクセスが、消去中断中に実行可能な場合、ＰＤＭ５
は、メモリに対して、消去の一時中止を要求する。ステップS1004. ＰＤＭ５は、メモリに対して、アプリ
ケーションが要求するアクセスを実行し、終了を待つ。ステップS1005. ＰＤＭ５は、メモリに対して、書き込
みの再開を要求する。ステップS1003'. メモリが書き込み中の場合で、メモリ
が書き込みの一時中止機能を持ち、アプリケーションが
要求するアクセスが、書き込み中断中に実行可能な場
合、ＰＤＭ５は、メモリに対して、書き込みの一時中止
を要求する。ステップS1004'. ＰＤＭ５は、メモリに対して、アプリ
ケーションが要求するアクセスを実行、終了を待つ。ステップS1005'. ＰＤＭ５は、メモリに対して、書き込
みの再開を要求する。ステップS1003''. メモリが消去・書き込み中の場合
で、メモリが消去・書き込みの一時中止機能を持たない
か、アプリケーションが要求するアクセスが、消去・書
き込み中断中に実行不可能な場合、ＰＤＭ５は、消去・
書き込みの終了を待つ。ステップS1004''. ＰＤＭ５は、メモリに対して、アプ
リケーションが要求するアクセスを実行し、終了を待
つ。

【００７３】１１．不良ページへの対処物理ページに書き込んだ情報が正しく読み出せない場合
または消去後のデータが初期値にならない場合、そのペ
ージを「不良ページ」とする。不良ページの検出は、ペ
ージにデータを書き込んだ後、書き込んだデータを読み
出し、比較して行う。書き込み時に不良ページを検出し
た場合、そのページの状態を「不良」にし、新たな物理
ページを割り当てて書き込みを行う。以後、ＰＤＭ５に
おいて、不良ページは、使用されることはない。

【００７４】ページの状態の格納部分が不良の場合、次
のように対処することで、そのページが不良ページであ
ることを示す。なお、以下の説明において、「bビッ
ト」は、それが０の時、そのページが不良であることを
示すビットを指す。・bビットが１にならない(消去後０)場合、そのまま不
良ページであることが示される。・bビットが０にならない(０を書いても１のまま)場
合、次のようにして不良ページを示す。 a. マジックコードを異常な値にする。 b. 物理フォーマットの種類を、セグメントまたはセグ
メント内の他のページと異なる値にする。 c. エラー検出データ(領域が存在する場合)を異常な値
にする。上記説明で用いた「マジックコード」と「エラー検出デ
ータ」について説明する。マジックコードは、領域の種
別を示す、数バイト程度のデータであり、領域内の特定
の位置に特定の値で格納される（図３、および上記
「１．フラッシュメモリの構造化」における図３関連の
説明を参照のこと）。領域のマジックコードの存在する
位置のデータが、本来のマジックコードの値と等しいか
を判定することで、その領域が想定した領域であること
を確認することができる。(この際、短いマジックコー
ドでは、本来の領域でないにもかかわらずその領域とみ
なす誤判定が生じ、長いマジックコードでは、比較のた
めの演算量が増える。) エラー検出データは、ある領域に格納されたデータブロ
ックに対して特定の演算を行って算出されるデータであ
り、そのデータブロックの正当性を判定するために用い
る。例えば、パリティ、チェックサム、CRC、ECCが挙げ
られる。(エラー検出データの算出処理を簡単なものに
すると、誤ったデータにも関わらず正当なデータとみな
す誤判定が生じるため信頼性が低下し、複雑な処理にす
ると、判定精度や信頼性は向上するが処理速度が低下す
る。)

【００７５】１２．不良セグメントへの対処セグメント内のほとんどのページが不良になったセグメ
ント、消去に失敗したセグメントを「不良セグメント」
とする。ＰＤＭ５において、不良セグメントは、消去・
使用されることはない。セグメント情報格納領域が不良
の場合、セグメント情報は、次の領域(セグメント内の
オフセットが、セグメント情報のサイズから始まる領
域)に格納される。ただし、次の領域も不良の場合、次
のように対処することで、そのセグメントが不良セグメ
ントであることを示す。(「bビット」は、それが０の
時、そのセグメントが不良であることを示すビットを指
す)

【００７６】・bビットが１にならない(消去後０)場
合、そのまま不良セグメントであることが示される。・bビットが０にならない(０を書いても１のまま)場
合、次のようにして不良セグメントを示す。 a. マジックコードを異常な値にする。 b. 消去回数を特別な値（例：全て１）にする。 c. 物理フォーマットの種類を、他のセグメントまたは
セグメント内のページと異なる値にする。 d. エラー検出データ(領域が存在する場合)を異常な値
にする。

【００７７】１３．書き込みデータのフラッシュメモ
リとアプリケーションへの適応化ＰＤＭ５は、アプリケーションがフラッシュメモリに書
き込むデータの性質が、特定の場合(例: ０が多い、１
が多い)、データの０を１に、あるいは１を０に反転さ
せてフラッシュメモリに書き込む。具体的には、以下の
手順によって行われる。（手順）ステップS1301. アプリケーションは、自分の書き込む
データに、０が多いか、１が多いか判断する。ステップS1302. ０が多い場合かつ、消去後のデータが
全て１になるタイプのフラッシュメモリの場合、アプリ
ケーションは、ＰＤＭ５の初期化時に、データ反転を行
うように指示する。ステップS1302'. １が多い場合かつ、消去後のデータが
全て０になるタイプのフラッシュメモリの場合、アプリ
ケーションは、ＰＤＭ５の初期化時に、データ反転を行
うように指示する。ステップS1303. ＰＤＭ５は、データをフラッシュメモ
リに書き込む際、データ反転を行うように指示されてい
る場合には、書き込むデータの各ビットを反転させる。ステップS1304. ＰＤＭ５は、データをフラッシュメモ
リから読み出す際、データ反転を行うように指示されて
いる場合には、読み出したデータの各ビットを反転させ
る。

【００７８】１４．書き込みデータのページごとのフラ
ッシュメモリへの適応化アプリケーションがフラッシュメモリに書き込むページ
のデータの性質が、特定の場合(例: ０が多い、１が多
い)、ページデータの０を１に、あるいは１を０に反転
させてフラッシュメモリに書き込む。本機能を実現する
ための手順を、「新規ページ書き込み」、「ページの読
み出し」、「ページの上書き」に分けて説明する。

【００７９】「新規ページ書き込み」の場合、以下の手
順を実行する。ステップS1401. ＰＤＭ５は、ページの最初の書き込み
の際、そのページのデータの特徴(０が多いか、１が多
いか)を調べる。ステップS1402. ０が多い場合かつ、消去後のデータが
全て１になるタイプのフラッシュメモリの場合、ＰＤＭ
５は、そのページのデータ反転を行う。ステップS1402'. １が多い場合かつ、消去後のデータが
全て０になるタイプのフラッシュメモリの場合、ＰＤＭ
５は、そのページのデータ反転を行う。ステップS1403. ＰＤＭ５は、ページデータをフラッシ
ュメモリに書き込む。その際、データ反転を行ったかど
うかの情報をページ情報の「反転フラグ」に記録する。

【００８０】「ページの読み出し」の場合、以下の手順
を実行する。ステップS1431. ＰＤＭ５は、ページを読み出す際、ペ
ージ情報の「反転フラグ」に、データ反転を行ったこと
が示されている場合には、読み出したページのページデ
ータの各ビットを反転させる。

【００８１】「ページの上書き」の場合、以下の手順を
実行する。ステップS1451. ＰＤＭ５は、ページの上書きの際、元
のページの反転フラグを調べる。ステップS1452. 反転フラグに従って、上書きするペー
ジのデータが元のページに上書き可能か調べる。元のペ
ージの反転フラグが有効の場合、上書きするデータをそ
れに合わせて反転させて判定する。ステップS1453. データが上書き可能なら上書きする。ステップS1453'. データが上書き不可能なら、上記「ペ
ージの新規書き込み」の処理を行う。ここで、上書き可
能であるか否かの判定はフラッシュメモリのタイプに依
存し、例えば、上書きにより元のページのビットが、１
から０の方向にしか変化しない場合上書き可能であると
する。この場合、元のページのデータ＝０ｘ６７で、書
き込むデータ＝０ｘ０４であれば上書き可能と判定され
る。

【００８２】１５．メディアの物理フォーマット処理ＰＤＭ５は、次の手順でメディアを物理フォーマット
し、そのメディアをアクセスできるようにする。（手順）ステップS1500. アプリケーションは、メディアのセグ
メントサイズ、ページサイズ、フォーマットの種類を決
定し、ＰＤＭ５に物理フォーマットを要求する。ステップS1501. メディア内の全セグメントに対し、次
のS1502-S1504を実行する。ステップS1502. セグメントに含まれる全消去ブロック
を消去する。ステップS1503. そのセグメントのセグメント情報を書
き込む。ステップS1504. そのセグメントのセグメント情報が正
しく書き込めたことを確認する。ステップS1505. セグメント情報の書き込みに失敗した
場合、不良セグメントの処理(「１２．不良セグメント
への対処」参照)を行う。

【００８３】１６．メディアの論理フォーマット処理ＬＦＭ３は、メディアを論理フォーマットし、そのメデ
ィアをアクセスできるようにする。論理フォーマットの
手順はＬＦＭ３に依存するが、ここでは、FATファイル
システムの論理フォーマット処理と、ＤＯＳパーティシ
ョンの作成処理について説明する。

【００８４】FATファイルシステムの論理フォーマット
処理について説明する。ＬＦＭ３は、以下の手順で、メ
ディアを論理フォーマットする。（手順）ステップS1600. メディアの全容量、セクタサイズ、ク
ラスタサイズ、FAT仕様(FAT12/FAT16/FAT32, VFAT)、FA
Tの数、DOSパーティション作成の有無、他を決定する。ステップS1601. メディアが物理フォーマットされてい
ることを確認する。ステップS1602. メディアの全セクタが読めるか確認す
る。ステップS1603. メディアにDOSパーティションを作成す
る。ステップS1604. メディアにブートセクタ(BPB)を作成す
る。ステップS1605. メディアにバックアップブートセクタ
を作成する。(FAT32のみ) ステップS1606. メディアにファイルシステム情報を記
録する。(FAT32のみ) ステップS1607. メディアにFATを作成する。ステップS1608. メディアにルートディレクトリを作成
する。ステップS1609. メディアにラベルを記録する。ステップS1610. メディアにブートプログラムを記録す
る（任意）。

【００８５】DOSパーティションの作成処理について説
明する。ＬＦＭ３は、次の手順でDOSパーティションの
作成を行う。（手順）ステップS1650. パーティション情報(パーティション番
号、パーティションタイプ、パーティション開始セクタ
番号、パーティションサイズ、他)を決定する。ステップS1651. メディアが物理フォーマットされてい
ることを確認する。ステップS1652. 最初の論理セクタにパーティションテ
ーブルが存在するかを確認する。ステップS1653. パーティションテーブルが存在する場
合、指定のパーティション情報が、メディア情報および
既存のパーティションと矛盾しないか確認する。ステップS1653'. パーティションテーブルが存在しない
場合、最初の論理セクタにパーティションテーブルを作
成する。ステップS1654. パーティション情報をパーティション
テーブルに書き込む。

【００８６】１７．メディアのロック・ロック解除ＰＤＭ５は、内部に各メディアのロック情報を保持し、
下記の処理を行うことができる。・アプリケーションからメディアのロックを要求された
場合、ＰＤＭ５はロック情報を設定する。・メディアが既にロック済みの場合、エラーを返す。・ロックの種類は、例えば、GC、書き込み、消去の3種
類とする。

【００８７】１８．ページ書き込み中の中断からの回復ページの書き込みが中断された場合、次回のシステム起
動時に、次の手順で回復処理を行う。（手順）ステッフ゜ S1801. 全ページ中で、状態が「有効」で「更新中
フラグ」の有効なページ(削除中ページ)について以下を
行う。ステッフ゜ S1802. 削除中ページと同じ論理ページ番号を持
ち、「更新中フラグ」の無効なページ(上書きしたペー
ジ)を探す。ステッフ゜ S1803. 上書きしたページが存在しない場合、何も
行わない。ステッフ゜ S1803'. 上書きしたページが存在する場合、削除
中ページを削除する。

【００８８】１９．物理フォーマット・消去中の中断か
らの回復セグメントの物理フォーマット・消去が中断された場
合、次回のシステム起動時に、次の手順で回復処理を行
う。（手順）ステッフ゜ S1901. 全セグメント中で、状態が「削除済み」
か、セグメントヘッダが不正なセグメントを探す。ステッフ゜ S1902. そのセグメントが消去されているか調べ
る。ステッフ゜ S1903. 消去されていない場合、そのセグメントを
消去し、物理フォーマットする。

【００８９】２０．物理メモリフルでのデッドロック
の回避物理メモリ（フラッシュメモリ）がフルになることで、
以後「何もできない」状態になるのを回避する必要があ
る。また、ＬＦＭ３から使用する場合、「FATファイル
システムの示す容量」を全部使用できる必要がある。少
なくとも、「ファイル削除」は常に可能でなければなら
ない。デッドロックの回避は、ＰＤＭ５が、以下に示す
条件で、通常状態、自動GC(または、インクリメンタルG
C)状態、書き込み不可状態への移行を行うことによって
実現することができる。

【００９０】A.自動GCなし状態 (通常状態)：空きペー
ジ数が予約ページ数以上、かつ、削除済みページの割合
が所定値r1未満 (例えばr1= 0.2 〜 0.5程度) この状態で、書き込み、読み出し、ページ削除、ＧＣ可
能とする。

【００９１】B.自動GC状態：空きページ数が予約ページ
数以上、かつ、削除済みページの割合が所定値r1以上この状態で、書き込み、読み出し、ページ削除、GC可能
とする。ただし、書き込みの前にＧＣが行われるものと
する。

【００９２】C.書き込み不可状態 : 空きページ数が予
約ページ数未満この状態で、書き込み不可 (上位には「メディアフル」
エラーを返す)、読み出し、ページ削除、ＧＣが可能と
する。

【００９３】２１．ページ割り当てマップ（PAM）論理ページ番号(lpn)からのページ検索の際、対象のlpn
に対応するページの検索には時間がかかる。特に、上記
のページ検索処理によれば、ページが存在しない場合に
は、すべてのページヘッダ（ページ管理情報）を検索す
ることになるので、時間がかかる場合がある。PAMは、
ページ検索の際、ページが存在するかどうかの判定を高
速化するためのビットマップである。以下に、PAMの仕
様を示す。・ＰＤＭ５における１ページは、PAMの１エントリ(１ビ
ット)に相当する。・ページが存在するページのエントリの値が１に、存在
しないページのエントリの値は０に(あるいはその逆に)
設定される。・PAMはRAMに格納される。

【００９４】図６にPAMの模式図を示す。図６に示すよ
うに、論理ページ番号０がエントリ４０１に、論理ペー
ジ番号７がエントリ４０７というように、論理ページを
各エントリに対応させる。図６のPAMを参照すること
で、論理ページ番号０は存在し、論理ページ７は存在し
ないことを知り、不必要な検索を省いてページ検索を高
速化することができる。

【００９５】PAMに関するＰＤＭ５の動作は以下のよう
なものである。・「PAMの初期化」：ＰＤＭ５は、起動時に物理メモリ
中の全ページを検索し、PAMの各エントリを各ページの
状態に初期化する。・「PAMエントリの検索」：lpnに対応するPAMのエント
リの値を調べる。・「PAMエントリのセット」：lpnに対応するPAMのエン
トリの値を１にする。・「PAMエントリのリセット」：lpnに対応するPAMのエ
ントリの値を０にする。

【００９６】以下に、PAMを使用する場合の、ページ書
き込み、ページ読み出し、ページ削除、セグメントのフ
ォーマット処理ついての手順を示す。 [ページ書き込み]ＰＤＭ５は、次に示す手順でページ書
き込み処理を行う。（手順）ステップS2101. 対象のlpnでPAMを検索し、そのページ
が存在するかを調べる。ステップS2102. 存在する場合、ページの上書き処理を
行う。ステップS2102'. 存在しない場合、新規ページ書き込み
処理を行い、そのlpnに対応するPAMエントリをセットす
る。 [ページ読み出し]ＰＤＭ５は、次に示す手順でページ読
み出し処理を行う。（手順）ステップS2121. 対象のlpnでPAMを検索し、そのページ
が存在するかを調べる。ステップS2122. 存在する場合、ページの読み出し処理
を行う。ステップS2122'. 存在しない場合、ダミーデータの読み
出し処理を行う。 [ページ削除]ＰＤＭ５は、次に示す手順でページ削除処
理を行う。（手順）ステップS2141. 対象のlpnでPAMを検索し、そのページ
が存在するかを調べる。ステップS2142. 存在する場合、ページの削除処理を行
う。そのlpnに対応するPAMエントリをリセットする。ステップS2142'. 存在しない場合、エラーとする。 [セグメントのフォーマット]ＰＤＭ５は、次に示す手順
でセグメントのフォーマットを行う。（手順）ステップS2161. そのセグメント中の全有効ページに対
して、次のS2162を行う。ステップS2162. 有効ページのlpnに対応するPAMエント
リをリセットする。

【００９７】ＰＤＭ５において、PAMを用いることのメ
リットは次のように説明することができる。すなわち、
ＰＤＭ５は各ページに記録された論理ページ番号でペー
ジを管理し、ページ割り当てテーブル（論理ページ番号
−物理ページ番号変換テーブル）を持たない。そのた
め、ある論理ページ番号のページを検索するには、最悪
の場合、全ての有効ページを検索し、期待する論理ペー
ジ番号と一致するかを判定しなければならないので、検
索速度が低下する可能性がある。特に、対象のページが
存在しない場合には、必ずすべての有効なページを検索
しなければ分からないので、処理速度が低速になる。上
の問題を解決するのが、PAMとPNTCである。

【００９８】PAMは、全論理ページ番号に対してそのペ
ージが存在するかどうかを示すマップである。したがっ
て、PAMを使うことで、ある論理ページ番号のページを
検索する際、そのページが存在しないことが即座に分か
るので、処理速度が向上する。PNTCは、論理ページ番号
とそのページに物理位置の変換情報のキャッシュであ
る。PNTCにより、よく使用されるページの検索速度が向
上する。なお、ＰＤＭ５は、前回検索したページの物理
位置(ページ先頭の仮想アドレス)をRAMに記憶し、次回
その位置から検索を開始することで、連続して書き込ま
れたページの検索速度を向上させる。

【００９９】２２．自動ＧＣＰＤＭ５は、物理メモリ領域内の空きページ数が少なく
なった場合に、上位プログラムからのＧＣ要求がなくて
もＧＣを実行する（自動ＧＣ）。ＰＤＭ５は、自動GCを
行うかどうかは、以下の場合に行う。・ページ書き込み処理の完了後・ページ削除処理の完了後

【０１００】２３．ＧＣ開始条件ＰＤＭ５は、自動ＧＣ、強制ＧＣ（呼び出しプログラム
(APなど)が明示的にGCの実行を要求した場合）、インク
リメンタルＧＣを開始するかどうかを以下の開始条件に
て決定する。開始条件について、それぞれ以下に説明す
る。

【０１０１】「自動ＧＣの開始条件」ＰＤＭ５の実行中に、以下のaまたはbが成立した場合
(a, bの順に判定) a. メモリ中の空きページ数 ≦ しきい値1 (しきい値1の例: １セグメント中のページ数 * 3/2) b. メモリ中の削除済みページ数 ≧ しきい値2 (しきい値2の例: メモリ中の全ページ数 * 1/5)

【０１０２】「強制ＧＣの開始条件」呼び出しプログラ
ム(APなど)が明示的にＧＣの実行を要求した場合に、以
下のaまたはbが成立した場合 (a, bの順に判定) a. メモリ中の空きページ数 ≦ しきい値3 (しきい値3の例: メモリ中の全ページ数 * 1/2) b. メモリ中の削除済みページ数 ≧ しきい値2 (しきい値2の例: メモリ中の全ページ数 * 1/5)

【０１０３】「インクリメンタルＧＣの開始条件」呼び
出しプログラム(APなど)が、ＰＤＭ５に対して処理要求
を行うごとに、以下のa, b, cのいずれかが成立した場
合 (a, b, cの順に判定) a. 上記「自動ＧＣの開始条件」の条件 b. 処理要求の回数が一定値の倍数に達し、かつ、上記
「強制ＧＣの開始条件」の条件 c. 処理要求の回数が一定値の倍数に達し、かつ、以下
のc.1またはc.2が成立した場合 (c.1, c.2の順に判定) c.1 メモリ中の空きページ数 ≦ しきい値4 (しきい値4の例: メモリ中の全ページ数 * 1/2) c.2 メモリ中の削除済みページ数 ≧ しきい値2 (しきい値2の例: メモリ中の全ページ数 * 1/5) なお、ＰＤＭ５は、ページの削除後、そのセグメントの
すべてのページが「削除済み」になった場合、そのセグ
メントのフォーマットを行う。

【０１０４】２４．書き込みデータの適応化上述の「１３．書き込みデータのフラッシュメモリとア
プリケーションへの適応化」、「１４．書き込みデータ
のページごとのフラッシュメモリへの適応化」にて示し
た適応化に代えて（または同時に）、ＰＤＭ５は、次の
ような書き込みデータの適応化を行うことができる。「新規ページの書き込み時」の手順ステップS2401. 書き込むデータが、すべてフラッシュ
メモリの消去後の値(例:0xff)であるかを調べる。ステップS2402. S2401がyesの場合、ページデータの書
き込みを行わない。「既存ページの書き込み時」の手順ステップS2451. 書き込み対象のページデータを読み込
む。ステップS2452. 書き込むデータが、すべて書き込み対
象のページデータと同じであるかを調べる。ステップS2453. S2452がyesの場合、ページデータの書
き込みを行わない。ステップS2452'. 書き込むデータが、すべて書き込み対
象のページデータに上書き可能(例: 元= 0x67 -> 新= 0
x04)かを調べる。ステップS2453'. S2452'がyesの場合、ページの新規割
り当てや置換を行わず、同じページに上書きする。以上の、書き込みデータの適応化によるメリットとして
次のようなものが挙げられる。・書き込み済みのデータを書き込まないことで、書き込
みを高速化する。・既存のページにデータを書き込む際、データが上書き
可能なら上書きすることで、書き込みを高速化する。

【０１０５】２５．最終ページ割り当て位置記憶ＰＤＭ５は、上記のWear Levelingなどの新規ページ割
り当て処理で割り当てたページの先頭の仮想アドレス
（物理ページ番号に相当）をRAMに記憶しておく。そし
て、次回の新規ページ割り当て処理で、例えば、記憶し
ておいたページ位置の次の位置から検索を行うことで
（ステッフ゜S700参照）、ページ割り当ての高速化を行う。

【０１０６】２６．最終検索ページ位置記憶ＰＤＭ５は、RAM内に、ページ検索処理で最後に見つか
ったページの先頭アドレスを格納する領域（lastFoundM
emAddr）を確保する。この領域が「無効なアドレス」の
場合、その内容が無効であることを示す。ページの検索
時、以下の手順で示す処理を行う。手順 S2601. lastFoundMemAddrの内容が有効な場合、ページ
の検索をlastFoundMemAddrから開始する。 S2061'. lastFoundMemAddrの内容が無効な場合、通常の
方法でページの検索を行う。以上の処理により、複数のページが連続して書き込まれ
ている場合、2番目以降のページ検索が非常に高速にな
る。

【０１０７】２７．ページデータサイズの自動判定ＰＤＭ５は、以下の手順によって、物理メモリ内のペー
ジデータサイズの自動判定を行う。（手順）ステップS2701. 物理メモリのフォーマット時に、内容
の任意な１ページ（Signature page）を書き込んでお
く。Signature pageは、ページ情報は有効であるが、ペ
ージデータは任意である。ステップS2702. 次回以降起動時に、物理メモリ内よ
り、任意の有効な1ページを検索し、そのページ情報よ
り、ページデータサイズを取得する。仮に、ユーザ(ア
プリケーションプログラム)がメモリに何も書き込んで
いない場合でも、Signature pageだけは存在するため、
そのページ情報からページデータサイズを取得すること
ができる。以上のページデータサイズの自動判定処理によって、フ
ラッシュメモリの物理フォーマット(ページデータサイ
ズなど)が分からない場合に、自動的に判定することが
できる。ページデータサイズをＰＤＭ５やアプリケーシ
ョンプログラム内で固定値にする必要がなくなり、シス
テムの柔軟性が高まる。

【０１０８】２８．物理フォーマットの自動判定ＰＤＭ５は、以下の手順で、物理メモリのセグメント情
報(物理フォーマット(Compact/Normal), セグメントサ
イズなど)を自動的に判定する。（手順）ステップS2801. 物理メモリのフォーマット後の起動時
に、物理メモリ内より、任意の有効な１セグメントを検
索し、そのセグメント情報より、物理フォーマットなど
の情報を取得する。以上の物理フォーマットの自動判定処理によって、上位
モジュールが、フラッシュメモリの物理フォーマットを
記憶する必要がなくなる。セグメントサイズをＰＤＭ５
やアプリケーションプログラム内で固定値にする必要が
なくなり、システムの柔軟性が高まる。なお、このこと
によって、ＰＤＭ５をメモリカード用に使う場合、メモ
リカードを挿すだけで物理フォーマットが分かることに
なる。

【０１０９】２９．ＰＤＭ５における仮想アドレス空間ここで、ＰＤＭ５が用いる仮想アドレスについて説明す
る。実際のターゲットハードウェアに実装されたフラッ
シュメモリは、実際のアドレス(物理アドレス)でアクセ
スする必要がある。物理アドレス空間の仕様は多種多様
であるため、ＰＤＭ５で直接、物理アドレス空間にアク
セスを行うと、ＰＤＭ５本体がハードウェアに依存する
ことになるため、使用するターゲットごとに何らかの変
更・修正が必要になる。ＰＤＭ５は、それを解決するた
め、ＰＤＭ５本体では、フラッシュメモリを、０から始
まる、連続したアドレスに存在するものとしてアクセス
する。これが、ＰＤＭ５における仮想アドレス空間であ
る。仮想アドレス空間から物理アドレス空間への変換
は、メモリドライバ(MTDM７)にて行っている。よって、
ＰＤＭ５を様々なターゲットで使用する場合、MTDM７を
そのターゲットとメモリに合わせて作成・修正するだけ
でよい。なお、上述のように、ＰＤＭ５は内部的に、物
理ページ番号を使用しているが、これは仮想アドレス空
間でのページのアドレスに対応している。

【０１１０】図７は、論理ページとアドレス空間の関係
を示している。上位モジュール（ＬＦＭ３）は、ＰＤＭ
５に対して論理ページ番号を指定する（符号５１）。Ｐ
ＤＭ５は、上述のページ検索処理などにより指定された
論理ページ番号の仮想アドレスを決定し、ＭＴＤＭ７に
対して仮想アドレスを指定する（符号５３）。MTDM7
は、仮想アドレスを物理アドレスに変換してフラッシュ
メモリをアドレス指定する（符号５５）。このように、
ＰＤＭ５自体が、フラッシュメモリのアドレスを仮想的
に処理しているため、仮想アドレスと物理アドレスの変
換部分(MTDM７)を除けば、ハードウェアが変わってもＰ
ＤＭ５および上位モジュールを全く変更する必要がな
い。

【０１１１】３０．メモリ待ち時間の自動判定フラッシュメモリには、「トグルビット」と呼ばれる処
理完了を示すフラグがあるものがある。MTDM７（または
ＰＤＭ５）の機能として、ある単位時間(数十〜数百ms)
に、そのトグルビットのチェックを何回できるかを測定
する機能を設ける。これにより、そのシステムの実行速
度の目安がわかる。トグルビットのチェックとは、フラ
ッシュメモリに消去または書き込み要求を出した後、フ
ラッシュメモリの同じアドレスを連続して読み出した場
合に、特定のビットの値が同じかどうかを調べることで
ある。

【０１１２】フラッシュメモリの消去や書き込みは、時
として失敗することがあり、その場合、上のトグルビッ
トを何度チェックしても同じ値にならない。その場合、
待ちを止めるタイムアウトを適正に決める必要が生じ
る。ＯＳの時間管理機能によってタイムアウトを判定す
ると、オーバヘッドが大きくなる場合がある。逆に、
「何回でタイムアウト」という決め打ち方式では、高速
なシステムでは誤ってタイムアウトすることがある。そ
れを解決するため、上で測定した、トグルビットのチェ
ック速度とメモリのタイムアウト時間(メモリの仕様に
よって決まる)より、「何回チェックしたら、タイムア
ウトであるか」という値を計算し、書き込み・消去待ち
の上限時間に使用する。起動時に、そのシステムがメモ
リ状態をチェックする速度を測定しておいて、実行時の
メモリ書き込み・消去時の待ち時間の計算に用いるのが
好ましい。

【０１１３】３１．上位モジュールのフラッシュメモリ
ドライバへの特化ＬＦＭ３のような論理ファイルシステムモジュールが、
使用しているメディアがディスクエミュレーションのフ
ラッシュメモリドライバ(ＰＤＭ５)と認識した場合、フ
ァイル削除時に、そのファイルが使用していたセクタ
（論理ページ）を削除するように、ドライバ（ＰＤＭ
５）に要求する構成とする。なお、ＰＤＭ５は、上述の
ように、論理ページの削除要求に対して、対応する物理
ページのページの状態を削除済みにすることで対処す
る。このような構成とすることによって、使用しなくな
ったページが、ＧＣ対象となるので、ＰＤＭ５における
メモリの空き領域の把握が正確になる。新規ファイル書
き込み時に、ページの上書きが起こらないので、書き込
み速度が向上する。逆に、このような構成でない場合、
上位の論理ファイルシステムモジュールがファイルを削
除したとしても、ＰＤＭ５はそのことを認識することが
できず、次に上位の論理ファイルシステムモジュールが
その領域（論理ページ）を使用する時に、ＰＤＭ５の書
き込み処理においてページが上書きされることが初めて
わかる。この場合、上記本実施形態の構成と比較して、
上書き処理の速度の点で不利である。

【０１１４】３２．ＲＡＭによるフラッシュメモリのエ
ミュレーションＰＤＭ５は、次に示すようなソフトウェア開発用途とし
ての、ＲＡＭによるフラッシュメモリエミュレーション
の機能を持つ。この機能は、ＰＤＭ５を様々なターゲッ
トシステムに合わせたものとして、ソフトウェア開発を
行う際に利用することができる。ＲＡＭエミュレーショ
ンの手順の例を下記に示す。（手順）ステップS3201. 少なくとも想定するフラッシュメモリ
の容量分、RAMを確保する。ステップS3202. データ書き込み時、ビットごとに、書
き換え可能性の判定を行う。(０から１への変化は不可
とする) ステップS3203. データ読み出し時には、指定されたア
ドレスから、指定された分だけ読み出す。ステップS3203. データ消去時には、想定するフラッシ
ュメモリの消去ブロック単位で、データを想定するメモ
リの初期値(例: 0xff)にする。

【０１１５】以上説明した、本発明の実施形態としての
ＰＤＭ５の各機能は、本発明を実現する上でその全てが
必ずしも必要ではない。省略や、他の機能での置換を行
うことによって、様々な変形を行うことが可能である。
ＰＤＭ５およびこれを用いたファイルシステムは、フラ
ッシュメモリのみでなく、書き換えの方向性を持つ他の
種類のメモリ素子など、様々なメモリ素子を外部記憶装
置として利用する場合にも適用することができる。

【０１１６】本発明の範囲には、以上で説明したメモリ
制御方法を実現する、装置やソフトウェアも含まれる。

【０１１７】

【発明の効果】以上のように本発明によれば、フラッシ
ュメモリを外部記憶装置として効率的に用いることがで
きるとともに、フラッシュメモリの各消去ブロックの消
去回数を高い精度で平均化することもできる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態としての物理記憶デバイスシ
ステムモジュールの位置付けを表す図である。

【図２】本発明の実施形態としての物理記憶デバイスシ
ステムモジュールにおけるフラッシュメモリの構造化を
示す図である。

【図３】セグメント管理情報の詳細な構成の一例を示す
図である。

【図４】ページの詳細な構成の一例を示す図である。

【図５】本発明の実施形態におけるインクリメンタルガ
ベージコレクションの状態遷移図である。

【図６】本発明の実施形態におけるページ割当てマップ
の模式図である。

【図７】本発明の実施形態における論理ページとアドレ
ス空間の対応を示す図である。

【符号の説明】

１アプリケーションプログラム（ＡＰ）３論理ファイルシステムモジュール（ＬＦＭ）５物理記憶デバイスシステムモジュール（ＰＤＭ）７ＭＴＤＭ２０セグメント２１セグメント管理情報２２，３２マジックコード３０ページ３１ページ管理情報４０消去ブロック５０フラシュメモリのメモリ領域

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ複
数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリの
消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメント
とによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消去
回数を管理するとともに、上位プログラムからのアクセ
ス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域
を指定するメモリ制御方法であって、セグメントの消去回数に基づいて、少なくとも１つの有
効ページを含むセグメントを消去セグメントとして選択
し、上記消去セグメントに含まれる前記少なくとも１つの有
効ページの各々に対して、（１）当該ページの内容を転送する転送先を決定し、（２）当該ページの内容を前記転送先に転送する、という処理を順次行い、前記消去セグメント内の全ての有効ページの転送が終了
した後、前記転送元セグメント内のデータを消去するこ
と、を特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２】複数のページに分割されたセグメント毎
の消去回数を記憶する記憶手段と、各セグメント毎の消去回数に基づいて、各セグメントの
消去回数の差が少なくなるように、消去回数の少ない領
域を優先的に消去するように前記メモリの消去を制御す
る消去制御手段と、を有することを特徴とするメモリの
消去制御装置。
【請求項３】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ複
数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリの
消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメント
とによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消去
回数を管理するとともに、上位プログラムからのアクセ
ス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領域
を指定するメモリ制御方法であって、全ページが未使用でないセグメントのうちそれぞれのセ
グメントの消去回数に基づいて転送元セグメントを決定
する転送元決定手順と、未使用ページがあるセグメントのうち各セグメントの消
去回数に基づいて転送先セグメントを決定する転送先決
定手順と、前記転送元セグメント内の書込みデータが有効のページ
毎に、前記転送先決定手順により転送先セグメントの決
定をそれぞれ行い、前記決定された転送先セグメント内
の未使用のページに前記転送元セグメント内の書込みデ
ータが有効のページのデータを転送する転送手順と、前記転送元セグメント内の書込みデータが有効な全ての
ページについて前記転送手順によって転送が終了したな
らば、前記転送元セグメント内のデータを消去する消去
手順と、から成るセグメント転送手順を含むこと、を特徴とするメモリ制御方法。
【請求項４】前記転送元決定手順は、前記全ページが
未使用でないセグメントの消去回数に加えて、前記全ペ
ージが未使用でないセグメントにおける書き込みデータ
が無効のページ数、および前記全ページが未使用でない
セグメントにおける書込みデータが有効のページ数を加
味して前記転送元セグメントを決定すること、を特徴と
する請求項３に記載のメモリ制御方法。
【請求項５】前記転送元決定手順は、前記全ページが未使用でないセグメントのうち消去回数
が少ない順に第１所定数のセグメントを選択する手順
と、選択された前記第１所定数のセグメントのうち、書込み
データが無効のページ数が多い順に第２所定数のセグメ
ントを選択する手順と、選択された前記第２所定数のセグメントのうち、書込み
データが有効のページ数が少ない順に第３所定数のセグ
メントを選択する手順と、選択された前記第３所定数のセグメントのうちの１つを
前記転送元セグメントとして決定する手順と、を含むこ
とを特徴とする請求項４に記載のメモリ制御方法。
【請求項６】前記転送元決定手順は、直前に実行され
た前記転送元決定手順によって決定された転送元セグメ
ントを対象外とする手順をさらに含むこと、を特徴とす
る請求項５に記載のメモリ制御方法。
【請求項７】前記転送先決定手順は、前記未使用ペー
ジがあるセグメントのうちそれぞれのセグメントの消去
回数に加えて、前記未使用ページがあるセグメントにお
ける未使用ページ数を加味して前記転送先セグメントを
決定すること、を特徴とする請求項３から請求項６のい
ずれかに記載のメモリ制御方法。
【請求項８】前記転送先決定手順は、前記空きページが存在するセグメントのうち消去回数が
少ない順に第４所定数のセグメントを選択する手順と、選択された前記第４所定数のセグメントのうち、未使用
のページ数が多い順に第５所定数のセグメントを選択す
る手順と、選択された前記第５所定数の前記セグメントのうち１つ
を前記転送先セグメントとして選択する手順と、を含む
ことを特徴とする請求項７に記載のメモリ制御方法。
【請求項９】前記転送先決定手順は、直前に実行され
た前記転送先決定手順によって決定された転送先セグメ
ント内に未使用のページが存在する場合には、前記直前
に決定された転送先セグメントを転送先セグメントとし
て決定する手順をさらに含むこと、を特徴とする請求項
８に記載のメモリ制御方法。
【請求項１０】前記メモリ内の全ページのうち未使用
のページのページ数が第１しきい値以下となること、ま
たは、前記全ページのうち書込みデータが無効のページ
のページ数が第２しきい値以上となることの少なくとも
一方の条件が満たされる場合に、前記セグメント転送手
順の実行を開始させる手順を含むこと、を特徴とする請
求項３から請求項９のいずれかに記載のメモリ制御方
法。
【請求項１１】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消
去回数を管理するとともに、上位プログラムからのアク
セス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領
域を指定するメモリ制御方法であって、前記上位プログラムからのアクセス要求がある毎に、ＲＡＭ上に転送元セグメント番号が記憶されているか否
かを判定し、前記ＲＡＭ上に転送元セグメント番号が記
憶されていない場合には、前記消去回数に基づいて転送
元セグメントを決定して前記ＲＡＭ上に記憶する手順、前記ＲＡＭ上に転送元セグメント番号が記憶されている
か否かを判定し、前記ＲＡＭ上に前記転送元セグメント
番号が記憶されている場合には、前記転送元セグメント
内の書込みデータが有効のページのうち１以上のページ
について各ページ毎に、データの転送先として前記消去
回数に基づいて転送先セグメントをそれぞれ決定し、前
記決定された転送先セグメント内の未使用のページに前
記１以上の転送元のページのデータを転送する手順、前記転送元セグメントの書込みデータが有効のページの
全てについて前記転送が終了しているか判定し、前記転
送が終了している場合には、前記転送元セグメントが転
送の対象であることを解除する為に該転送元セグメント
が消去中であることを前記ＲＡＭ上に記憶するとともに
前記転送元セグメントの消去を開始する手順、前記ＲＡＭを参照して前記転送元セグメントの消去が終
了しているか否かを判定し終了している場合には、前記
ＲＡＭ上における前記転送元セグメントが消去中である
ことを解除する手順、の少なくともいずれか１つの手順
を実行させるセグメント転送手順を含むこと、を特徴とするメモリ制御方法。
【請求項１２】前記メモリ内の全ページのうち未使用
のページのページ数が第１しきい値以下となること、ま
たは、前記全ページのうち書込みデータが無効のページ
のページ数が第２しきい値以上となることの少なくとも
一方の条件が満たされる場合のみ、前記セグメント転送
手順の実行を開始させること、を特徴とする請求項１１
に記載のメモリ制御方法。
【請求項１３】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、前記セグメントの消去回数を前記セグメント管理情報に
書き込んで管理するセグメント管理手順と、前記ページ管理情報にアクセス対象の論理ページ番号が
含まれるか否かを検索する検索手順と、上位プログラムから書込み要求のあった書込みデータを
書き込むべきページとして、未使用ページがあるセグメ
ントのうちそれぞれのセグメントの消去回数に基づいて
セグメントを１つ選択し該選択されたセグメント内の未
使用のページを割り当るページ割当て手順と、前記上位プログラムから書込み要求があった際に前記検
索手順による検索を行った結果、指定された前記論理ペ
ージ番号が検索されなかった場合には、前記ページ割当
て手順により書込み対象のページを割り当て、前記割り
当てられたページのページ管理情報格納領域に前記書込
み対象の論理ページ番号を格納するとともに、該割り当
てられたページのデータ領域に前記書込みデータを書き
込む新規ページ書込手順と、前記上位プログラムから書込み要求があった際に前記検
索手順による検索を行った結果、指定された前記論理ペ
ージ番号が検索された場合には、前記ページ割当て手順
により書込み対象のページを割り当て、前記割り当てら
れたページのページ管理情報格納領域に前記検索された
ページのページ管理情報格納領域の内容を転送するとと
もに、該割り当てられたページのデータ領域に前記書込
みデータを書き込み、さらに、前記検索されたページの
ページ管理情報に該検索されたページのデータが無効で
あることを示す情報を書き込む既存ページ書込手順と、を含むことを特徴とするメモリ書き込み制御方法。
【請求項１４】前記ページ割当て手順は、前記未使用
ページがあるセグメントのうちそれぞれのセグメントの
消去回数に加えて、前記未使用ページがあるセグメント
における未使用ページ数を加味してセグメントを１つ選
択すること、を特徴とする請求項１３に記載のメモリ書
き込み制御方法。
【請求項１５】前記ページ割当て手順は、前記空きページが存在すセグメントのうち消去回数が少
ない順に第４所定数のセグメントを選択する手順と、選択された前記第４所定数のセグメントのうち、未使用
のページ数が多い順に第５所定数のセグメントを選択す
る手順と、選択された前記第５所定数の前記セグメントのうち１つ
を選択する手順と、を含むことを特徴とする請求項１４
に記載のメモリ書き込み制御方法。
【請求項１６】前記ページ割り当て手順によって割り
当てたページの前記メモリ内の記憶領域における先頭ア
ドレスを記憶する手順をさらに含み、前記検索手順は、前回の前記ページ割り当て手順によっ
て割り当てられることにより記憶された前記先頭アドレ
スを用いて、前記アクセス対象の論理ページ番号が前記
メモリ内にあるか否かを検索すること、を特徴とする請
求項１３から請求項１５のいずれかに記載のメモリ書き
込み制御方法。
【請求項１７】前記ページ割当て手順は、直前に実行
された前記ページ割当て手順によって割り当てられたセ
グメント内に未使用のページが存在する場合には、その
ページを前記割り当て対象のページとする手順をさらに
含むこと、を特徴とする請求項１６に記載のメモリ書き
込み制御方法。
【請求項１８】前記新規ページ書込手順は、前記書込みデータについて０が多いか１が多いかを調
べ、０が多い場合でかつ前記メモリが消去後のデータが
１になるタイプである場合、または、１が多い場合でか
つ前記メモリが消去後のデータが０になるタイプである
場合、前記書込みデータを反転して前記割り当てられた
ページに書き込むとともに、データ反転を行ったかどう
かの情報を前記割り当てられたページのページ管理情報
に書き込む手順を含むこと、を特徴とする請求項１３か
ら請求項１７のいずれかに記載のメモリ書き込み制御方
法。
【請求項１９】前記新規ページ書込手順は、前記書込みデータが全て前記メモリの消去直後のデータ
と一致する場合、前記ページ割当て手順により書込み対
象のページを割り当て、前記割り当てられたページのペ
ージ管理情報の格納領域に前記書込み対象の論理ページ
番号を格納するが、該割り当てられたページのデータ領
域には前記書込みデータを書き込まないこととする手順
をさらに含むこと、を特徴とする請求項１３から請求項
１８のいずれかに記載のメモリ書き込み制御方法。
【請求項２０】前記既存ページ書込手順は、指定された前記論理ページ番号が検索された場合に、検
索されたページのデータ領域のデータを読み込み、読み
込まれた前記検索されたページのデータが前記書込みデ
ータと同じである場合には、前記既存ページ書込み手順
を終了させる手順をさらに含むこと、を特徴とする請求
項１３から請求項１９のいずれかに記載のメモリ書き込
み制御方法。
【請求項２１】前記既存ページ書込手順は、指定された前記論理ページ番号が検索された場合に、検
索されたページのデータ領域のデータを読み込み、前記
書込みデータが、読み込まれた前記検索されたページの
データに対して上書き可能なタイプのデータである場
合、前記ページ割当て手順によるページの割り当てを行
わず、前記書込みデータを前記検索されたページに上書
きする手順をさらに含むこと、を特徴とする請求項１３
から請求項２０のいずれかに記載のメモリ書き込み制御
方法。
【請求項２２】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書
込み要求があった場合に、書込み対象のページとして前
記メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当て
られたページのデータ領域に書込みデータを書き込むと
ともに、前記割り当てられたページのページ管理情報の
格納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号
を格納する書込み手順と、全ての論理ページ番号について、それぞれの論理ページ
番号に対応するページが前記メモリ内に存在するか否か
の情報を対応付けた対応関係をRAM上に作成するページ
割当マップ作成手順と、前記上位プログラムから前記論理ページ番号を指定して
のアクセス要求があった場合に、前記ページ割当マップ
作成手順によって作成された対応関係を用いて、前記ア
クセス要求の論理ページが前記メモリ内に存在するか否
かを判定するページ検索手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２３】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書
込み要求があった場合に、書込み対象のページとして前
記メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当て
られたページのデータ領域に書込みデータを書き込むと
ともに、前記割り当てられたページのページ管理情報の
格納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号
を格納する書込み手順と、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての読
出し要求があった場合に、最後に読み出されたページの
前記メモリの記憶領域における先頭アドレスがRAMに格
納されているか否かを判定し、前記判定結果として前記
先頭アドレスがRAM上に格納されていない場合には、前
記メモリ内のページのページ管理情報を検索して前記読
出し要求の論理ページ番号があるか否かを判定するとと
もに、前記読出し要求のページが検索できた場合に該検
索されたページの前記メモリの記憶領域における先頭ア
ドレスをRAMに記憶し、前記判定結果として前記先頭ア
ドレスがRAMに格納されている場合には、前記RAM上の先
頭アドレスに基づいて前記読出し要求の論理ページ番号
があるか否かの検索を行うページ検索手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２４】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定しての書
込み要求があった場合に、書込み対象のページとして前
記メモリ内の未使用のページを割り当て、前記割り当て
られたページのデータ領域に書込みデータを書き込むと
ともに、前記割り当てられたページのページ管理情報の
格納領域には、前記書込み要求の対象の論理ページ番号
を格納する書込み手順と、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定してペー
ジ削除要求があった場合に、指定された前記論理ページ
番号に対応するページのページ管理情報に削除されたこ
とを示す情報を書き込むページ削除手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２５】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、上位プログラムからのアクセス要求で指定された論理ペ
ージ番号が前記メモリ内の各ページのページ管理情報に
含まれるか否かを検索する検索手順と、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定してペー
ジ書込み要求があった際に前記検索手順による検索を行
い、指定された前記論理ページ番号が検索されなかった
場合に、前記メモリ内の未使用のページを選択し、前記
選択されたページのページ管理情報のページ状態を予約
とし及び前記ページ管理情報に前記指定された論理ペー
ジ番号を書き込む第１手順と、前記選択されたページの
データ領域に書込みデータを書き込む第２手順と、前記
選択されたページのページ管理情報のページ状態を有効
とする第３手順とから成る新規ページ書込手順と、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定してペー
ジ書込み要求があった際に前記検索手順による検索を行
い、指定された前記論理ページ番号が検索された場合
に、前記メモリ内の未使用のページを選択し前記選択さ
れたページのページ管理情報のページ状態を予約とし及
び前記ページ管理情報に前記指定された論理ページ番号
を書き込む第４手順と、前記選択されたページのデータ
領域に書込みデータを書き込む第５手順と、前記検索さ
れたページのページ管理情報の更新中フラグを有効にす
る第６手順と、前記選択されたページのページ管理情報
のページ状態を有効にする第７手順と、前記検索された
ページのページ管理情報のページ状態を削除にする第８
手順とから成る既存ページ書込手順と、全ページ中でページ状態が有効であり且つ更新中フラグ
が有効である条件を満たす削除中ページを検索する第９
手順と、前記削除中ページと同一の論理ページ番号を持
ち且つ更新中フラグが無効である条件を満たす上書きペ
ージを検索する第１０手順と、前記第１０手順により前
記上書きページがあった場合、前記削除中ページのペー
ジ管理情報のページ状態を削除にする第１１手順とから
成る書込回復手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２６】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記セグメン
トをデータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分
け、前記ページをデータ領域とページ管理情報の格納領
域とに分けた構成であるとみなし、論理ページ番号を指
定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログラ
ムから前記論理ページ番号を受け取り、前記ページ単位
で前記メモリ内の記憶領域を指定するメモリ制御方法で
あって、前記上位プログラムから論理ページ番号を指定してペー
ジ削除要求があった場合に、指定された前記論理ページ
番号に対応するページのページ管理情報のページ状態を
削除にするページ削除手順と、前記セグメントの消去回数を前記セグメント管理情報に
書き込んで管理するセグメント管理手順と、上位プログラムより指定セグメントサイズおよび指定ペ
ージサイズを伴う物理フォーマット要求を受け取った場
合に、前記メモリ内の前記指定セグメントサイズで規定
される全てのセグメントについて、各セグメント内の全
消去ブロックを消去する手順と、各セグメントのセグメ
ント管理情報に初期状態に対応する情報を書き込む手順
とを含む物理フォーマット手順と、前記指定セグメントサイズで規定される全セグメントに
ついて、有効なデータが存在しないセグメント又はセグ
メント管理情報の内容が不正であるセグメントを検索す
る手順と、前記検索により見つかったセグメント内のデ
ータが全て消去されているかを判定する手順と、前記判
定により消去されていないデータがあるセグメントにつ
いて、データを消去するとともにセグメント管理情報に
初期状態に対応する情報を書き込む手順と、から成る物
理フォーマット回復手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２７】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消
去回数を管理するとともに、上位プログラムからのアク
セス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領
域を指定するメモリ制御方法であって、前記メモリに書込みまたは消去命令を出してから完了す
るまでの時間を測定することによって前記メモリの書込
みまたは消去に必要な待ち時間を、システムの処理速度
に応じた単位で測定する測定手順と、前記測定手順によって測定された待ち時間に基づいて、
前記メモリに対して書込みまたは消去命令を出した後の
タイムアウトの判定を行う手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２８】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消
去回数を管理するとともに、上位プログラムからのアク
セス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領
域を指定するメモリ制御方法であって、上位プログラムより指定セグメントサイズおよび指定ペ
ージサイズを伴う物理フォーマット要求を受け取った場
合に、前記メモリ内の前記指定セグメントサイズで規定
される全てのセグメントについて、各セグメント内の全
消去ブロックを消去する手順と、各セグメントのセグメ
ント管理情報に初期状態に対応する情報を書き込む手順
と、から成る物理フォーマット手順と、前記メモリ内の少なくとも１つのページについて、ペー
ジ管理情報にページサイズを含む、ページが有効である
ことを示す情報を書き込む手順と、前記メモリ内の有効なページを検索して前記検索された
ページのページ管理情報からページサイズを取得する手
順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項２９】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消
去回数を管理するとともに、上位プログラムからのアク
セス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領
域を指定するメモリ制御方法であって、上位プログラムより指定セグメントサイズおよび指定ペ
ージサイズを伴う物理フォーマット要求を受け取った場
合に、前記メモリ内の前記指定セグメントサイズで規定
される全てのセグメントについて、各セグメント内の全
消去ブロックを消去する手順と、各セグメントのセグメ
ント管理情報に初期状態に対応する情報を書き込む手順
とから成る物理フォーマット手順と、前記メモリ内の少なくとも１つのセグメントのセグメン
ト管理情報に、物理フォーマットの種類およびセグメン
トサイズを含む、セグメントが有効である情報を書き込
む手順と、前記メモリ内の有効なセグメントを検索して前記検索さ
れたセグメントのセグメント管理情報から前記セグメン
トサイズおよび前記物理フォーマットの種類を取得する
手順と、を含むことを特徴とするメモリ制御方法。
【請求項３０】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とし、前記セグメント単位で消
去回数を管理するとともに、上位プログラムからのアク
セス要求を受け前記ページ単位で前記メモリ内の記憶領
域を指定するメモリ制御方法であって、ＲＡＭ上に所定容量のＲＡＭ領域を確保し、前記確保さ
れたＲＡＭ領域を前記セグメントと前記ページによる階
層的な構成とみなし、前記上位プログラムからの論理ペ
ージ番号を指定してのアクセス要求を受けて、前記確保
されたＲＡＭ領域に対して前記ページ単位でアクセスを
行うエミュレート手順を含むこと、を特徴とするメモリ
制御方法。
【請求項３１】前記請求項１、または、請求項３から
請求項３０のいずれかに記載のメモリ制御方法におい
て、前記メモリの記憶領域は、前記セグメントとセグメ
ント内のオフセットに対応する仮想アドレスで指定され
ること、を特徴とするメモリ制御方法。
【請求項３２】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つセグメントとに
よる階層的な構成とするとともに、前記セグメントをデ
ータ領域とセグメント管理情報の格納領域に分け、前記
ページをデータ領域とページ管理情報の格納領域とに分
けた構成であるとみなすことにより、論理ページ番号を
指定単位として記憶装置へのアクセスを行う上位プログ
ラムから前記論理ページ番号を指定したアクセス要求を
受け取り、受け取った前記論理ページ番号をセグメント
番号とオフセットに対応する仮想アドレスに変換するア
ドレス変換手順を含むこと、を特徴とするメモリ制御方
法。
【請求項３３】メモリを、それぞれ所定サイズを持つ
複数のページと、前記ページを複数含み且つ前記メモリ
の消去ブロックの整数倍のサイズを持つ複数のセグメン
トとによる階層的な構成とするとともに、前記ページ内
をデータ領域とページ管理情報の格納領域とに分け、そ
れぞれのページのページ管理情報として論理ページ番号
を持たせることにより、ページ位置の管理を行うメモリ
制御方法であって、（１）前記上位プログラムから論理
ページを指定してのアクセスの要求を受けた際に、論理
ページ番号と前記メモリ内の物理ページ番号とを対応付
けたＲＡＭ上の変換テーブルを検索し、前記アクセスの
対象の物理ページ番号を取得する、（２）前記変換テー
ブル内に前記アクセス対象の論理ページ番号が存在しな
い場合、前記メモリ内のページ管理情報を検索し、前記
アクセス対象の物理ページ番号を取得する、（３）前記
（２）にて、前記アクセス対象の論理ページが検索され
た場合、当該検索の結果としての論理ページ番号と前記
メモリ内の物理ページ番号の対応関係を前記変換テーブ
ルに登録する、という処理を順次行うことにより、前記
アクセス対象の論理ページ番号に対応する前記メモリ内
の物理ページ番号を取得すること、を特徴とするメモリ
制御方法。
【請求項３４】前記請求項１、または、請求項３から
請求項３３のいずれかに記載のメモリ制御方法をコンピ
ュータで実行するためのソフトウェア。
【請求項３５】前記請求項１、または、請求項３から
請求項３３のいずれかに記載のメモリ制御方法によりメ
モリの読み書きを制御するメモリ制御装置。