JP2009003783A - 不揮発性メモリの制御装置及び制御方法及び記憶装置 - Google Patents

Abstract

【課題】ＦＡＴの情報を用い不揮発性メモリデバイスの物理ブロックの中の任意使用可能な物理ブロックの数を多くし、また物理ブロック消去回数の平均化処理を容易に行える。
【解決手段】不揮発性メモリデバイス１０１のファイルシステム内のＦＡＴを解析し、未使用の論理ブロックを識別するファイルシステム制御部１０２ｅと、論理-物理ブロックアドレス変換テーブル情報部のテーブルを用いて前記未使用の論理ブロックの論理ブロックアドレスに対応する物理ブロックアドレスから第１の物理ブロックを得、論理ブロックとの対応付けを解除する論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部１０２ｂと、前記第１の物理ブロックを任意使用可能な第２の物理ブロックとして、物理ブロックアドレス情報部に登録する物理ブロックアドレス情報管理部１０２ｃを有する。
【選択図】図１

Description

この発明は、この発明は、不揮発性メモリの制御装置及びその制御方法及び記憶装置に関するもので、特にファイルシステムの情報を利用して論理ブロックアドレス対物理ブロックアドレス変換テーブルと、任意使用可能な物理ブロックを管理する不揮発性メモリの管理方法に工夫がなされている。

ＮＡＮＤ型フラッシュメモリは、データ書き換え可能な不揮発性メモリとして知られている。この不揮発メモリは、消去単位は、１物理ブロック単位（例えば１２８Ｋバイト）である。一方、データ読み取り単位及び書き込み単位は、例えば２Ｋバイトに規定されている。またこの不揮発性メモリは、消去または書き込み回数が多くなると素子が劣化し、エラー発生が多くなる。そこで、素子の性能を保証する要素として、書き換え回数を例えば１０万回程度に規定している。このために、不揮発性メモリのメモリ制御部に対しては、物理ブロックの消去回数を管理する機能が組み込まれている（例えば特許文献１）。

また、ファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）の情報を利用して、未使用ブロックの使用回数を平均化するという提案もある（例えば特許文献２）。

従来の不揮発性メモリの管理方法であると、メモリ全体の物理ブロック単位で消去回数を管理している。このために、物理ブロックの管理及び消去回数の平均化処理が複雑であり時間がかかる。
特第３４８５９３８号 ＵＳ２００６／０１７９２６３（Ｙ）

この発明の目的は、ファイルシステムの情報、特にファイルアロケーションテーブルの情報を利用することにより、不揮発性メモリデバイスの物理ブロックの中でも、任意使用可能な物理ブロックの数を多くし、また物理ブロックの消去回数の平均化処理（物理ブロックの交替処理）を容易でかつ高速化することができる不揮発性メモリの制御装置及び制御方法及び記憶装置を提供することにある。

上記課題を解決するために、不揮発性メモリデバイスのファイルシステム内のファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）を解析し、未使用の論理ブロックを識別するファイルシステム制御部と、論理-物理ブロックアドレス変換テーブル情報部のテーブルを用いて、前記未使用の論理ブロックに対応する物理ブロックアドレスから第１の物理ブロックを得、論理ブロックとの対応付けを解除する論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部と、前記第１の物理ブロックを任意使用可能な第２の物理ブロックとして、物理ブロックアドレス情報部に登録する物理ブロックアドレス情報管理部を有することを特徴とする。

上記の手段によると、ＦＡＴの情報に基づいて、比較的使用されていない第１の物理ブロックを用意に検出することができる。そして、任意使用可能な第２の物理ブロックとして、物理ブロックアドレス情報管理部に登録するので、任意使用可能な物理ブロックの数を多く保つことが可能となる。また物理ブロックの消去回数の平均化処理（物理ブロックの交替処理）を容易でかつ高速化することができる。

以下図面を参照して、この発明の実施の形態を説明する。まず、本発明が適用された記憶装置の構成を図１に示して説明する。

＜記憶装置＞
記憶装置１００は、不揮発性メモリデバイス１０１、マイクロプロセッシングユニット（以下ＭＰＵと記す）１０２、ランダムアクセスメモリユニット（以下ＲＡＭと記す）１０３、ホストインターフェース１０４、不揮発性メモリインターフェース１０５を有する。

不揮発性メモリデバイス１０１の記憶領域は、多数の物理ブロックＰＨＢで構成され、その記憶領域の一部にファイルシステム１０１ａを含む。

このファイルシステム１０１ａには、データ領域管理情報１０１１、データ領域１０１２が含まれる。データ領域管理情報１０１１は、ファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）を含む。またデータ領域１０１２は、フォルダ、ファイルデータなどを含む。

ＲＡＭ１０３に設定されている格納部としては、以下のような情報部を挙げることができる。論理ブロックアドレスと物理ブロックアドレスの対応付けを行なったテーブルを有する論理−物理ブロックアドレス変換テーブル情報部１０３ｂがある。物理ブロックアドレス情報部１０３ｃが設けられている。さらにまた物理ブロック消去回数情報部１０３ｄが設けられている。また図示していないが、ＭＰＵ１０２で実行するためのプログラムを展開する領域も確保される。

なお上記の論理ブロックアドレスとは、ホストが利用する論理アドレス空間の論理ブロックアドレスである。また物理ブロックアドレスは、不揮発性メモリデバイス１０１内の物理ブロックアドレスである。

また上記の物理ブロックアドレス情報部１０３ｃは、任意に使用可能な状態になった物理ブロックのブロックアドレスを登録している。ここでは例えば論理ブロックアドレスと物理ブロックアドレスの対応付けがされていない物理ブロックのアドレスが登録されている。または、全物理ブロックのアドレスが記述され、論理ブロックと対応付けされているか否かの識別子が付加される方法でもよい。

物理ブロック消去回数情報部１０３ｄは、各物理ブロックの各消去回数情報を格納するものである。

上記ＲＡＭ１０３内の、論理−物理ブロックアドレス変換テーブル情報部１０３ｂのテーブル、物理ブロックアドレス情報部１０３ｃのアドレス情報、物理ブロック消去回数情報部１０３ｄのデータなどは、ＭＰＵ１０２の機能により管理及び処理される。

従って、ＭＰＵ１０２は、論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部１０２ｂ、物理ブロックアドレス情報管理部１０２ｃ，物理ブロック消去回数管理部１０２ｄを有する。

また不揮発性メモリデバイス１０１内のファイルシステムを制御するファイルシステム制御部１０２ｅ、さらには、物理ブロック情報修正部１０２ｇを有する。この物理ブロック情報修正部１０２ｇはファイルシステム制御部１０２ｅ内に含まれてもよいが、説明をわかりやすくするために示した。物理ブロック情報修正部１０２ｇは、物理ブロック内のデータの削除、物理ブロックの消去回数の修正などを行なう。修正された結果としての消去回数は、消去回数管理部１０２ｄの制御の元で、物理ブロック消去回数情報部１０３ｄに登録される。さらにまたＭＰＵ１０２内にはコマンド解析部１０２ｆもふくまれる。

また上記管理部を統括する統合処理部１０２ｘも有する。統合処理部１０２ｘはデータの書き込み、読出しも実行する。

ファイルシステム制御部１０２ｅは、ファイルシステムを解析することができるし、またファイルシステムの更新処理を行うことができる。フィルシステムを解析するときは、フォルダ内の各ファイルのファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）がチェックされる。このとき、ＲＡＭ１０３に格納されているプログラムの１部が利用されて、ファイルシステム１０１ａが解析される。この処理については、後で詳しく説明する。

論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部１０２ｂは、論理−物理ブロックアドレス変換テーブルを制御する。これにより、論理ブロックに対応付けられている物理ブロックが把握される。

＜ファイルシステムの基本構成＞
図２は、ファイルシステムの構成例を示す図である。データ領域管理情報１０１１には、ファイルのデータ本体以外の情報が格納されている。即ち、ブートセクタ２０１、ＦＡＴ２０２、ルートフォルダ２０３が含まれる。またデータ領域１０１２には、フォルダ及び又はファイル２０４が含まれている。

＜ＦＡＴとファイルのクラスタチェーン；図３、図４＞
図３に上記ＦＡＴの一例を示す。図４は、６つのクラスタで構成されるファイルのチェーンテーブルの1例を示す。

ＦＡＴは、図３に示すようにデータ領域１０１２に割り当てられたクラスタと呼ばれるデータ単位で、各ファイルの構成を示すテーブルである。

今、あるファイルＡが、図４の４０１で示すように６つのクラスタで構成されるものする。ＦＡＴデータは、ファイルＡを構成する最初のクラスタアドレスから順に参照できるように、ファイルを構成する複数のクラスタアドレスを示すクラスタチェーンを作っている。

ファイルの最終クラスタはチェーンがないためＦＦＦＦｈを示す。また、更に幾つかのテーブルデータは特別なクラスタを示し、００００ｈは未使用クラスタ（例えば破線３０１で囲む部分が任意使用可能なクラスタである）、Ｆ８ＦＦｈは予約システムデータ等を示す。２クラスタが１物理ブロック（＝１論理ブロック）に相当する。

＜フォルダ内のファイル情報＞
フォルダには１つ又はそれ以上のファイル（１例を図４で示した）が格納される。図５は、フォルダの中にファイル毎に存在するファイル情報を示す図である。ファイル情報には、識別子を含むファイル名情報が記入されてある形式名情報５０３と、ファイル属性情報５０１を含む。ファイル属性情報５０１にはリードオンリー情報５０２が含まれる。またファイル情報には、ＦＡＴのファイルチェーンの先頭情報（先頭クラスタアドレス）５０４も含まれるものとする。

＜論理-物理ブロックアドレス変換テーブル＞
図６は、図１における論理−物理ブロックアドレス変換テーブル１０７の１例を示す図である。論理ブロックアドレス６０１が、ＲＡＭ１０３上の任意の番地から始まる４バイト単位のオフセットアドレスに相当し、データ部には、前記論理ブロックアドレス６０１に対応付けられた物理ブロックアドレスデータ６０２が格納される。物理ブロックが対応付けられていない論理ブロックアドレスのデータ部は、FFFFFFFFhデータ（６０３）が格納されている。

後述する図８におけるステップＳＡ５では、６０４に示す処理が行われるものであり、図９におけるステップＳＢ１２では、６０５に示す処理が行われるものである。

＜物理ブロックアドレス情報部内のテーブル＞
図７には、物理ブロックアドレス情報部１０３ｃを示し、その中の使用状況フラグデータの例を示している。論理ブロックアドレス７０１が、ＲＡＭ１０３上の任意の番地から始まる１ビット単位のオフセットアドレスに相当し、データ部は任意に使用可能か否かを示す１ビットのフラグデータ７０２で構成される。

任意に使用可能な物理ブロックアドレスで参照されるデータ部は、‘０’を格納し、すでに使用中ある論理ブロックアドレスで参照されるデータ部は‘１’を格納する（符号７０３の部分を参照）。

後述する図８のステップＳＡ５では、符号７０４に示すフラグのようにフラグ変更処理が行われる。つまり、論理ブロックアドレスが割り当てられた状態、使用状態に設定される。後述する図９の動作例のステップＳＢ１２では、符号７０５に示すフラグのようにフラグ変更処理が行われる。つまり任意使用可能となった物理ブロックＰｎ’は使用状況フラグが’０’に変更され、使用中になった物理ブロックＰｎは使用状況フラグが’１’に変更される。

＜本発明の基本動作説明＞
ＲＡＭ１０３に格納されてあるプログラムの１部は、ファイルシステム１０６を解析するのに利用される。ファイルシステム１０６の解析において、未使用の論理ブロックＬｊを検索する（ステップＳＡ１）。前記Ｌｊが存在しなければ終了し（ステップＳＡ２）する。ステップＳＡ２で、Ｌｊが存在することが判断されれば、論理ブロックＬｊが割り当てられている物理ブロックＰｊを論理-物理ブロックアドレス変換テーブル１０７を参照して求める（ステップＳＡ３）。

ステップＳＡ３において有効な物理ブロックＰｊが存在しなければ終了し（ステップＳＡ４）、有効な物理ブロックＰｊが存在すれば、物理ブロックＰｊを物理ブロックアドレス情報部に登録する（ステップＳＡ５）。そして、論理-物理ブロックアドレス変換テーブル１０７の論理ブロックＬｊに対応する物理ブロックＰｊの対応付け情報を解除する（ステップＳＡ６）。このとき、物理ブロックＰｊの情報を空にし、次に使用されるときに、すぐに書き込みが可能な状態にする。また、物理ブロックＰｊの消去回数情報を更新処理する。

＜ホストからの書き込みコマンドに応答した動作例の説明＞
ホストからのライトコマンドがホストインターフェース１０４を介して入力すると、物理ブロックアドレス情報部１０８から未使用の物理ブロックＰｎを検索する（ステップＳＢ１）。次に、物理ブロックアドレス情報部１０３ｂの物理ブロックＰｎ情報を変更（使用状態）し、論理-物理ブロックアドレス変換テーブル上の論理ブロックＬｎにＰｎを登録する（ステップＳＢ２）。次に、物理ブロックＰｎの消去処理を行い（ステップＳＢ３）、ホストがライトすべき論理ブロックＬｍ８のアドレス情報を論理-物理ブロックアドレス変換テーブル１０７上から求める（ステップＳＢ４）。

論理ブロックＬｍに対応して物理ブロックＰｎ’が登録済でなければ、ホストからのデータを物理ブロックＰｎに書き込む（ステップＳＢ５，ＳＢ６）。登録済であればステップＳＢ７へ進み、物理ブロックＰｎ’の中のデータの存在が確認される。

即ち、まずホストスタートアドレスがスタートアドレスと同じブロックあって、かつ、ブロック境界でないかを判定する（ステップＳＢ７）。

境界でなければ、該当すれば、物理ブロックＰｎ’のスタートアドレス前に存在するデータを物理ブロックＰｎにコピーし（ステップＳＢ８）、ブロック境界であれば前記スッテップＳＢ７をスキップして、ホストからのデータを物理ブロックＰｎに書き込む（ステップＳＢ９）。これによりデータの取り残しが防止される。

次にホストエンドアドレスが、スタートアドレスと同じブロックであって、かつ、ブロック境ではないかを判別し（ステップＳＢ１０）、該当すれば、物理ブロックＰｎ’のエンドアドレス後のデータを物理ブロックＰｎにコピーする（ステップＳＢ１１）。

物理ブロックＰｎ’は、この時点で任意に使用可能な物理ブロックとして物理ブロックアドレス情報部に登録される（ステップＳＢ１２）。また物理ブロックＰｎ’のデータが消去され、その消去回数データも更新される。

次に論理-物理ブロックアドレス変換テーブル上の論理ブロックＬｎにＰｎを登録する。ホストからのライトアクセス対象が１ブロックを超える場合は、更にステップＳＢ１からの動作を繰り返すものである。

＜追加可能な機能の例＞
図１０は、本発明の別動作方法を説明するための補助フロー図である。

物理ブロックアドレス情報部１０３ｃに任意使用可能な物理ブロックアドレスを登録する（ステップＳＶ２）前に、前記物理ブロックにイレーズ処理を行う（ステップＳＣ１）ことで、図１０に示すステップＳＢ３がスキップ可能となり、図１０の処理時間すなわちホストからのライトアクセス時間を短縮することができる。

＜消去回数情報部＞
図１１は、物理ブロック消去回数情報部１０３ｄの例である。装置全体としての書き換え限度回数を向上することができる。この状要部１０３ｄには、物理ブロック毎に消去を行った回数をカウントしたデータを格納する。カウンタ値は、図１０のステップＳＢ１で適当な物理ブロックを選択する際に使用される。例えば、イレーズ／書き込み処理の均一化を行う際に、イレーズ／書き込み回数の少ない物理ブロック選択するのに参照されるデータとなる。

物理ブロックアドレスＡ０１が、ＲＡＭ１０３上の任意の番地から始まる４バイト単位のオフセットアドレスに相当し、データ部は物理ブロックアドレス毎のイレーズ回数データＡ０２が格納される。イレーズ／書き込み回数の少ない物理ブロック選択する場合、例えばテーブルの符号Ａ０３で示す物理ブロックアドレスＰｋはこの例では消去回数が１回であるで、その他に０回の物理ブロックアドレスがなければ、候補となり得る。

＜ＦＡＴ最適化期間の設定＞
図１２は、本発明の装置に対してホストから送られる情報の一例を時系列に示して説明する図である。ホストからは、記憶装置１００に送られる情報の期間を分類すると、ライトコマンド期間、データ転送期間、ＦＡＴ解析最適化コマンド期間、リードコマンド期間、データ転送期間などがある。この中で、ＦＡＴ解析最適化コマンド期間は、図８で示した動作を実行する期間である。ホストはデータアクセスが必要のない期間にＦＡＴ解析最適化コマンドをだすようにしている。これにより本発明の良好な実施が行える。

＜論理ー物理ブロック変換テーブルで管理される不揮発性メモリ内の領域の例＞
図１３は、不揮発性メモリデバイス１０１上の記憶領域が最小限に管理される状態の例を示したものである。不揮発性メモリデバイス１０１上の記憶領域Ｂ０１は、全て物理ブロックで構成されるものであり、その大部分が論理ブロック群Ｂ０２として論理−物理ブロックアドレス変換テーブル情報部１０３ｂで対応付けられる。しかし、オーバーライト不能な不揮発性メモリデバイス１０１においては、必ず論理ブロック群Ｂ０２で対応付けられない、任意に使用可能な物理ブロック群Ｂ０３が少なくとも１ブロックは必要とされる。論理−物理ブロックアドレス変換テーブル情報部１０３ｂを構成するにおいて必要な記憶領域は、任意に使用可能な物理ブロック群Ｂ０３と本発明により、追加可能な物理ブロックＢ０４を登録するに必要な領域となる。

＜実施形態の有効性とその他の変形例＞
任意に使用可能な物理ブロック数が増えることで、イレーズ／書き込み処理の均一化を行う対象が増えることにつながり、記憶装置全体としての書き換え限度回数の向上を図ることが出来る。ＮＡＮＤ型不揮発性メモリを主記憶媒体としたストレージ製品全般に有効である。また任意に使用可能な物理ブロックのデータを消去して管理することで、ホストからのデータライトに対する物理ブロックの消去時間及びホストからのデータライトに付随して発生する冗長なデータライト時間を削減でき、ホストからの書き込み処理を高速に出来る。

物理ブロックアドレス情報部１０３ｃの空状況に応じて、ファイルシステムを解析するようにしてもよい。これにより未使用の論理ブロックを検索し、論理-物理ブロックアドレス変換テーブルにより、前記論理ブロックに対応付けられている物理ブロックの対応付けを解除し、任意に使用可能な物理ブロックとして物理ブロックアドレス情報部に記憶する。

物理ブロックアドレス情報部の空状況をホストに通知し、ホストからの命令により、ファイルシステムを解析するようにしてもよい。これにより未使用の論理ブロックを検索し、論理-物理ブロックアドレス変換テーブルにより、前記論理ブロックに対応付けられている物理ブロックの対応付けを解除し、任意に使用可能な物理ブロックとして物理ブロックアドレス情報部に記憶する。

物理ブロックに対する書き込み及びイレーズ処理でエラーすなわちバッドブロック化が生じた場合に、図７のテーブルでは使用中止情報を追加し、図６のテーブルでは登録を削除したままの状態とする取り決めを設けてもよい。

以上本発明によれば、一度ホストからライトされたが、データ領域管理情報部の更新などによりファイルシステム上では使用しなくなった物理ブロックを任意に使用することができ、これらの物理ブロック数を消去しておくことで、ホストからのデータライトに対する物理ブロックの消去時間及びホストからのデータライトに付随して発生する冗長なデータライト時間を削減でき、ホストからの書き込み処理を高速に出来る。

また任意に使用可能な物理ブロック数が増えることで、イレーズ／書き込み処理の均一化を行う対象が増えることにつながり、記憶装置全体としての書き換え限度回数の向上を図ることが出来る。

なお、この発明は、上記実施形態そのままに限定されるものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範囲で構成要素を変形して具体化できる。また、上記実施形態に開示されている複数の構成要素の適宜な組み合せにより種々の発明を形成できる。例えば、実施形態に示される全構成要素から幾つかの構成要素を削除してもよい。更に、異なる実施形態に亘る構成要素を適宜組み合せてもよい。

この発明が適用された記憶装置の構成例を示すブロック図である。 ファイルシステムのファオーマットの一例を示す図である。 図２におけるＦＡＴの一例を説明する図である。 図３におけるファイルチェーンの一例を説明する図である。 図２フォルダ領域に格納されているファイル情報の一例を示す図である。 図１における論理−物理ブロックアドレス変換テーブル情報部の一例を示す図である。 図１における物理ブロックアドレス情報部の一例を示す図である 図１における本発明装置の基本動作を説明するフロー図である。 図１におけるホストからのライトコマンド処理時の本発明における動作例を説明するフロー図である。 本発明装置の他の実施形態における動作例を説明するための補助フロー図である。 図１における物理ブロック消去回数情報部の一例を示す図である ホストから送られてくる情報の時系列の一例を説明する図である。 不揮発性メモリデバイス上で最小限に必要とされる記憶領域の例を示す図である。

符号の説明

１０１・・・不揮発性メモリデバイス、１０２・・・ＭＰＵ、１０３・・・ＲＡＭ、１０４・・・ホストインターフェース、１０５・・・不揮発性メモリインターフェース、１０１ａ・・・ファイルシステム，１０３ｂ・・・論理-物理ブロックアドレス変換テーブル情報部、１０３ｃ・・・物理ブロックアドレス情報部、１０３ｄ・・・物理ブロック消去回数情報部、１０２ｂ・・・論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部、１０２ｃ・・・物理ブロックアドレス情報管理部、１０２ｄ・・・物理ブロック消去回数管理部、１０２ｅ・・・ファイルシステム制御部、１０２ｇ・・・物理ブロック情報修正部、１０２ｘ・・・統合処理部。

Claims (13)

1. 不揮発性メモリデバイスのファイルシステム内のファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）を解析し、未使用の論理ブロックを識別するファイルシステム制御部と、
   論理-物理ブロックアドレス変換テーブル情報部のテーブルを用いて、前記未使用の論理ブロックに対応する物理ブロックアドレスから第１の物理ブロックを得、論理ブロックとの対応付けを解除する論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部と、
   前記第１の物理ブロックを任意使用可能な第２の物理ブロックとして、物理ブロックアドレス情報部に登録する物理ブロックアドレス情報管理部と、
   を有することを特徴とする不揮発性メモリの制御装置。
2. 前記第１の物理ブロックが任意使用可能な前記第２の物理ブロックとして、前記物理ブロックアドレス情報部に登録されるとき、前記第１の物理ブロックのデータを消去する物理ブロック情報修正部を有したことを特徴とする請求項１記載の不揮発性メモリの制御装置。
3. 前記ファイルシステム制御部は、ホストからのコマンドに応じて動作をスタート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制御装置。
4. 前記物理ブロックアドレス情報部は、
   バッファとして用いられるＲＡＭに形成されていることを特徴とする請求項１記載の不揮発性メモリの制御装置。
5. 前記物理ブロックアドレス情報部は、
   前記第１の物理ブロックのアドレスで参照可能なテーブルとして形成されていることを特徴とする請求項１記載の不揮発性メモリの制御装置。
6. 前記論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部が、
   前記物理ブロックアドレス情報部に登録されている任意使用可能な物理ブロックの中から、１つの物理ブロックを選択して論理ブロックに対応付けを行なうとき、物理ブロック消去回数情報を参照して選択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制御装置。
7. ファイルシステムを含む不揮発性メモリデバイスを、論理-物理ブロックアドレス変換テーブル及び物理ブロックが使用中か否かの情報を含む物理ブロックアドレス情報が記録されたランダムアクセスメモリと、統合制御を行なうマイクロプロセッシングユニットにより制御する不揮発性メモリの制御方法において、
   前記ファイルシステム内のファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）を解析し、未使用の論理ブロックを識別し、
   前記論理-物理ブロックアドレス変換テーブルを用いて、前記未使用の論理ブロックに対応する物理ブロックアドレスから第１の物理ブロックを得、論理ブロックとの対応付けを解除し、
   前記第１の物理ブロックを任意使用可能な第２の物理ブロックとして、前記物理ブロックアドレス情報に登録する
   ことを特徴とする不揮発性メモリの制御方法。
8. 前記第１の物理ブロックが任意使用可能な前記第２の物理ブロックとして、前記物理ブロックアドレス情報部に登録されるとき、前記第１の物理ブロックのデータを消去することを特徴とする請求項７記載の不揮発性メモリの制御方法。
9. 前記ファイルアロケーションテーブルの解析は、ホストからのコマンドに応じて実行されることを特徴とする請求項７記載の不揮発性メモリの制御方法。
10. 前記物理ブロックアドレス情報に登録されている任意使用可能な物理ブロックの中から、１つの物理ブロックを選択して論理ブロックに対応付けを行なうとき、物理ブロック消去回数情報を参照して選択することを特徴とする請求項７記載の不揮発性メモリの制御方法。
11. ホストからのコマンドを含むデータを受け取るホストインターフェースと、
    ランダムアクセスメモリと、
    不揮発性メモリデバイスと、
    前記コマンドを解析するとともに、前記ランダムアクセスメモリ、前記不揮発性メモリデバイスを統括制御するマイクロプロセシングユニットと、を有した記憶装置において、
    前記不揮発性メモリデバイスのファイルシステム内のファイルアロケーションテーブル（ＦＡＴ）を解析し、未使用の論理ブロックを識別するファイルシステム制御部と、
    論理-物理ブロックアドレス変換テーブル情報部のテーブルを用いて、前記未使用の論理ブロックに対応する物理ブロックアドレスから第１の物理ブロックを得、論理ブロックとの対応付けを解除する論理−物理ブロックアドレス変換テーブル管理部と、
    前記第１の物理ブロックを任意使用可能な第２の物理ブロックとして、物理ブロックアドレス情報部に登録する物理ブロックアドレス情報管理部と、
    を有することを特徴とする記憶装置。
12. 前記第１の物理ブロックが任意使用可能な前記第２の物理ブロックとして、前記物理ブロックアドレス情報部に登録されるとき、前記第１の物理ブロックのデータを消去する物理ブロック情報修正部を有したことを特徴とする請求項１１記載の記憶装置。
13. 前記ファイルシステム制御部は、ホストからのコマンドに応じて動作をスタートすることを特徴とする請求項１１記載の記憶装置。

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