JP2021044750A - メモリシステム - Google Patents

Abstract

【課題】誤り訂正（復号）能力を向上させることができるメモリシステムを提供する。【解決手段】実施形態のメモリシステムは、不揮発性メモリと、メモリコントローラと、を備える。不揮発性メモリは、誤り訂正符号で符号化されたデータが記憶される。メモリコントローラは、不揮発性メモリからデータを読み出し、読み出されたデータと、尤度情報を計算するためのＬＬＲテーブルとから尤度情報を計算し、尤度情報に基づいて、読み出されたデータの復号処理のパラメタを決定し、決定されたパラメタに基づいて復号処理を実行し、復号処理により得らえた復号結果を出力する。【選択図】図１

Description

以下の実施形態は、メモリシステムに関する。

メモリシステムでは、一般に、記憶するデータを保護するために、誤り訂正符号化されたデータが記憶される。このため、メモリシステムに記憶されたデータを読み出す際には、誤り訂正符号化されたデータに対する復号が行われる。

特開２０１９−１２５９１０号公報

本発明の実施形態は、誤り訂正（復号）能力を向上させることができるメモリシステムを提供することを目的とする。

実施形態のメモリシステムは、不揮発性メモリと、メモリコントローラと、を備える。不揮発性メモリは、誤り訂正符号で符号化されたデータが記憶される。メモリコントローラは、不揮発性メモリからデータを読み出し、読み出されたデータと、尤度情報を計算するためのＬＬＲテーブルとから尤度情報を計算し、尤度情報に基づいて、読み出されたデータの復号処理のパラメタを決定し、決定されたパラメタに基づいて復号処理を実行し、復号処理により得らえた復号結果を出力する。

図１は、第１の実施形態に係るメモリシステムの概略構成例を示すブロック図である。 図２は、第１の実施形態に係る復号部の構成例を示すブロック図である。 図３は、第１の実施形態に係るデータの読出し処理の一例を示すフローチャートである。 図４は、第１の実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。 図５は、ＯＳＤ（Ordered Statistics Decoding）で用いられるフリップ領域の一例を説明するための図である。 図６は、フリップ領域の決定方法の一例を説明するための図である。 図７は、Ｃｈａｓｅ復号で用いられるフリップ領域の一例を説明するための図である。 図８は、第１の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。 図９は、第２の実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。 図１０は、第２の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。 図１１は、第３の実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。 図１２は、閾値電圧分布と読出し電圧との関係を示す模式図である。 図１３は、第３の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。 図１４は、第４の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。 図１５は、第５の実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。 図１６は、第５の実施形態における推定ＬＬＲテーブル作成制御部での事後ＬＬＲの具体的な使用例を示す図である。 図１７は、第５の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。 図１８は、第６の実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。 図１９は、第６の実施形態で用いるカウンタの構成例を示す図である。 図２０は、第６の実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。

以下に添付図面を参照して、実施形態に係るメモリシステムを詳細に説明する。なお、以下の実施形態により本発明が限定されるものではない。

また、実施形態を説明するにあたり、用語について以下のように定義する。
「通信路（ストレスともいう）」とは、書込み値（送信値ともいう）ｘへの雑音の影響を表す確率モデルであり、通信路行列で特徴付けられるものである。なお、通信路行列を特徴付ける要因としては、いわゆるプログラムディスターブやデータリテンションやリードディスターブや温度交差などが考えられる。
「尤度」とは、ある書込み値ｘが与えられたときに通信路の出力値（受信値ともいう）ｙが得られる条件付き確率Ｐ（ｙ｜ｘ）である。
「通信路行列」とは、尤度を全ての（ｘ，ｙ）の組に関して記載した行列である。
「対数尤度比（ＬＬＲ）」とは、記憶されたビットが‘０’である時の尤度と‘１’である時の尤度とを対数比で表現した情報であり、尤度情報とも、ＬＬＲ値とも称される。
「ＬＬＲテーブル」とは、通信路の出力値ｙと復号器の入力であるＬＬＲとの対応関係を示すテーブルである。従って、通信路行列から得られた値ｌｎ［Ｐ（ｙ｜ｘ＝０）／Ｐ（ｙ｜ｘ＝１）］が出力値ｙに対応するＬＬＲ値となる。一般的に、異なる通信路行列に対しては、異なるＬＬＲテーブルが用意される。
「既定のＬＬＲテーブル」とは、デフォルトで使用されるＬＬＲテーブルである。この既定のＬＬＲテーブルには、例えば、多様な通信路での訂正が想定される中で、典型的に使用されそうな通信路から得られたＬＬＲテーブルが用いられる。
「ＥＣＣフレーム」とは、復号器が動作するためのデータブロックであり、受信値の系列から符号語を再構成するためのデータブロックのことである。
「復号結果の推定書込み値（推定値ともいう）ｋ」は、復号器の出力である一つ一つの推定書込み値である。従って、復号の終了時には、ＥＣＣフレームに対応する推定書込み値ｋの系列｛ｋ｝が得られる。なお、復号に成功するとは、答えの系列｛ｘ｝と復号結果の系列｛ｋ｝とが完全に一意することを意味する。一方、復号に失敗するとは、ＥＣＣフレーム内でｘ≠ｋとなる箇所が発生し、系列｛ｘ｝と｛ｋ｝とが一致しないことを意味する。真に復号の成否を知るためには、答えの系列を知らなければならない。復号器は答えの系列を知らないので、真の復号の成否は分からないが、復号の成否の推定情報は持つ。以下で復号を説明する文脈で、単に復号の成否といった場合、復号器が推定した成否であることを意味する。
「真の通信路行列」とは、正確な答えであるｘに基づいた条件付き確率Ｐ（ｙ｜ｘ）を要素とした通信路行列である。一方、「推定通信路行列」とは、復号器から出力された推定書込み値ｋを用いた条件付き確率Ｐ（ｙ｜ｋ）を要素とした通信路行列である。
「推定ＬＬＲテーブル」とは、推定通信路行列に基づいたＬＬＲテーブルである。
「シンボル」とは、誤り訂正符号の少なくとも一つ以上の構成単位である。１シンボルは、例えば１ビット（二元体（binary field）の元（element））、または、二元体以外の有限体（finite field）などのアルファベットの元で構成される。

（第１の実施形態）
まず、第１の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。図１は、第１の実施形態に係るメモリシステムの概略構成例を示すブロック図である。図１に示すように、メモリシステム１は、メモリコントローラ１０と不揮発性メモリ２０とを備える。メモリシステム１は、ホスト３０と接続可能であり、図１ではホスト３０と接続された状態が示されている。ホスト３０は、例えば、パーソナルコンピュータ、携帯端末などの電子機器であってよい。

不揮発性メモリ２０は、データを不揮発に記憶する不揮発性メモリであり、例えば、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ（以下、単にＮＡＮＤメモリという）である。以下の説明では、不揮発性メモリ２０としてＮＡＮＤメモリが用いられた場合を例示するが、不揮発性メモリ２０として３次元構造フラッシュメモリ、ＲｅＲＡＭ（Resistive Random Access Memory）、ＦｅＲＡＭ（Ferroelectric Random Access Memory）等のＮＡＮＤメモリ以外の記憶装置を用いることも可能である。また、不揮発性メモリ２０が半導体メモリであることは必須ではなく、半導体メモリ以外の種々の記憶媒体に対して本実施形態を適用することも可能である。

メモリシステム１は、いわゆるＳＳＤ（Solid State Drive）や、メモリコントローラ１０と不揮発性メモリ２０とが１つのパッケージとして構成されるメモリカード等、不揮発性メモリ２０を備える種々のメモリシステムであってよい。

メモリコントローラ１０は、ホスト３０からの書込み要求に従って不揮発性メモリ２０への書込みを制御する。また、メモリコントローラ１０は、ホスト３０からの読出し要求に従って不揮発性メモリ２０からの読み出しを制御する。メモリコントローラ１０は、例えばＳｏＣ（System On a Chip）として構成される半導体集積回路である。メモリコントローラ１０は、ホストＩ／Ｆ（ホストインタフェース）１５、メモリＩ／Ｆ（メモリインタフェース）１３、制御部１１、符号化／復号部（コーデック）１４およびデータバッファ１２を備える。ホストＩ／Ｆ１５、メモリＩ／Ｆ１３、制御部１１、符号化／復号部１４およびデータバッファ１２は、内部バス１６で相互に接続されている。以下で説明するメモリコントローラ１０の各構成要素の動作の一部または全部は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）がファームウエアを実行することによって実現されてもよいし、ハードウエアで実現されてもよい。

ホストＩ／Ｆ１５は、ホスト３０との間のインタフェース規格に従った処理を実施し、ホスト３０から受信した命令、書込み対象のユーザデータなどを内部バス１６に出力する。また、ホストＩ／Ｆ１５は、不揮発性メモリ２０から読み出されて復元されたユーザデータ、制御部１１からの応答などをホスト３０へ送信する。

メモリＩ／Ｆ１３は、制御部１１の指示に基づいて、不揮発性メモリ２０への書込み処理を行う。また、メモリＩ／Ｆ１３は、制御部１１の指示に基づいて、不揮発性メモリ２０からの読み出し処理を行う。

制御部１１は、メモリシステム１の各構成要素を統括的に制御する。制御部１１は、ホスト３０からホストＩ／Ｆ１５経由で命令を受けた場合に、その命令に従った制御を行う。例えば、制御部１１は、ホスト３０からの命令に従って、不揮発性メモリ２０へのユーザデータおよびパリティの書き込みをメモリＩ／Ｆ１３へ指示する。また、制御部１１は、ホスト３０からの命令に従って、不揮発性メモリ２０からのユーザデータおよびパリティの読み出しをメモリＩ／Ｆ１３へ指示する。

また、制御部１１は、ホスト３０から書込み要求を受信した場合、データバッファ１２に蓄積されるユーザデータに対して、不揮発性メモリ２０上の記憶領域（メモリ領域）を決定する。すなわち、制御部１１は、ユーザデータの書込み先を管理する。ホスト３０から受信したユーザデータの論理アドレスと該ユーザデータが記憶された不揮発性メモリ２０上の記憶領域を示す物理アドレスとの対応はアドレス変換テーブルとして記憶される。

また、制御部１１は、ホスト３０から読出し要求を受信した場合、読出し要求により指定された論理アドレスを上述のアドレス変換テーブルを用いて物理アドレスに変換し、該物理アドレスからの読み出しをメモリＩ／Ｆ１３へ指示する。

ＮＡＮＤメモリでは、一般に、ページと呼ばれるデータ単位で、書き込みおよび読み出しが行われ、ブロックと呼ばれるデータ単位で消去が行われる。本実施形態では、この同一のワード線に接続される複数のメモリセルをメモリセルグループと呼ぶ。メモリセルがシングルレベルセル（ＳＬＣ：Single Level Cell）である場合は、１つのメモリセルグループが１ページに対応する。メモリセルがマルチレベルセル（ＭＬＣ：Multiple Level Cell）である場合は、１つのメモリセルグループが複数ページに対応する。なお、本説明において、ＭＬＣには、ＴＬＣ（Triple Level Cell）やＱＬＣ（Quad Level Cell）等が含まれる。また、各メモリセルはワード線に接続するとともにビット線にも接続される。従って、各メモリセルは、ワード線を識別するアドレスとビット線を識別するアドレスとで識別することが可能である。

データバッファ１２は、メモリコントローラ１０がホスト３０から受信したユーザデータを不揮発性メモリ２０へ記憶するまでに一時記憶する。また、データバッファ１２は、不揮発性メモリ２０から読み出したユーザデータをホスト３０へ送信するまでに一時記憶する。データバッファ１２には、例えば、ＳＲＡＭ（Static Random Access Memory）やＤＲＡＭ（Dynamic Random Access Memory）などの汎用メモリを用いることができる。なお、データバッファ１２は、メモリコントローラ１０に内蔵されずに、メモリコントローラ１０の外部に搭載されてもよい。

ホスト３０から送信されるユーザデータは、内部バス１６に転送されてデータバッファ１２に一旦記憶される。符号化／復号部１４は、不揮発性メモリ２０に記憶されるユーザデータを符号化して符号語を生成する。また、符号化／復号部１４は、不揮発性メモリ２０から読み出された受信語を復号してユーザデータを復元する。そこで符号化／復号部１４は、符号化部（Encoder）１７と復号部（Decoder）１８を備える。なお、符号化／復号部１４により符号化されるデータには、ユーザデータ以外にも、メモリコントローラ１０内部で用いる制御データ等が含まれてもよい。

次に、本実施形態の書込み処理について説明する。制御部１１は、不揮発性メモリ２０への書込み時に、ユーザデータの符号化を符号化部１７に指示する。その際、制御部１１は、不揮発性メモリ２０における符号語の記憶場所（記憶アドレス）を決定し、決定した記憶場所もメモリＩ／Ｆ１３へ指示する。

符号化部１７は、制御部１１からの指示に基づいて、データバッファ１２上のユーザデータを符号化して符号語を生成する。符号化方式としては、例えば、ＢＣＨ（Bose-Chaudhuri-Hocquenghem）符号、および、ＲＳ（Reed-Solomon）符号のような代数的符号を用いた符号化方式、これらの符号を行方向および列方向の成分符号として用いた符号化方式（積符号など）、並びに、ＬＤＰＣ（Low-Density Parity-Check）符号のような疎グラフに基づく符号を用いた符号化方式を採用することができる。メモリＩ／Ｆ１３は、制御部１１から指示された不揮発性メモリ２０上の記憶場所へ符号語を記憶する制御を行う。

次に、本実施形態の不揮発性メモリ２０からの読出し時の処理について説明する。制御部１１は、不揮発性メモリ２０からの読出し時に、不揮発性メモリ２０上のアドレスを指定してメモリＩ／Ｆ１３へ読み出しを指示する。また、制御部１１は、復号部１８へ復号の開始を指示する。メモリＩ／Ｆ１３は、制御部１１の指示に従って、不揮発性メモリ２０の指定されたアドレスから受信語を読み出し、読み出した受信語を復号部１８に入力する。復号部１８は、この不揮発性メモリ２０から読み出された受信語を復号する。

復号部１８は、不揮発性メモリ２０から読み出された受信語を復号する。図２は、本実施形態に係る復号部の構成例を示すブロック図である。図２に示すように、復号部１８は、硬判定値を入力とし、その結果として硬判定値を出力する硬判定復号を実行する硬判定復号部１８１と、軟判定値を入力とし、その結果として軟判定値を出力する軟判定復号を実行する軟判定復号部１８２とを備える。一般に、軟判定復号は、硬判定復号より誤り訂正能力は高いが処理時間が長いという特徴を持つ。そこで、例えば硬判定復号部１８１がまず硬判定復号を実行し、この硬判定復号により復号できなかった場合に、軟判定復号部１８２が軟判定復号を実行するように構成することもできる。ただし、本実施形態は、このような構成に限定されず、例えば硬判定復号部１８１が省略されてもよい。

図３は、第１の実施形態に係るデータの読出し処理の一例を示すフローチャートである。制御部１１は、メモリＩ／Ｆ１３に対して、読み出すアドレスを指定してハードビットリード（ＨＢＲ）により不揮発性メモリ２０からデータを読み出すよう指示し、これに対し、メモリＩ／Ｆ１３はハードビットリードを実行する（ステップＳ１）。ハードビットリードとは、読出し対象のデータを構成する各ビットを０または１の硬判定値の受信語として読出す読出し方法である。読み出された硬判定値の受信語は、例えば、内部バス１６を経由して符号化／復号部１４の復号部１８に入力される。

不揮発性メモリ２０がＮＡＮＤメモリの場合、データの書き込み時に、書込み値ｘに応じて、フローティングゲートの電子数（電荷量）が複数の分布（しきい値分布）のいずれかに対応するように電子を注入する。ここでは、説明を簡略化するため、１つのメモリセルが１ビットを記憶するシングルレベルセル（ＳＬＣ）の例について説明する。ＳＬＣの場合、２つの分布のうちいずれか一方が０に対応し、他方が１に対応する。メモリセルに、電圧を印加した場合、該メモリセルの電荷量に応じた電圧値以上の電圧を印加すると電流が流れ、該電圧値未満の電圧を印加すると電流が流れない。従って、この境目となる電圧はメモリセルごとに該メモリセルの電荷量に応じて決まる。このメモリセルの電荷量に応じて決まる電圧値を、ここでは閾値電圧とよぶ。初期状態で、２つの閾値電圧分布のいずれかに対応するように電荷を注入して、読出し時には、２つの閾値電圧分布を区切る基準読出し電圧（基準リードレベルともいう）をメモリセルに印加することにより、このメモリセルに記憶されているデータが１であるか０であるかを判定することができる。

ハードビットリードでは、メモリセルに基準読出し電圧が印加されて、メモリセルに記憶されているデータが１であるか０であるかが判定され、判定された結果が受信値ｙとして出力される。なお、ハードビットリードの際に印加する読出し電圧は、基準読出し電圧から変更されることもある。

図３の説明に戻る。制御部１１は、復号部１８に硬判定復号の実施を指示し、これに対し、復号部１８の硬判定復号部１８１は、受信語に対して硬判定復号を行う（ステップＳ２）。具体的には、硬判定復号部１８１は、受信語に対して、例えば限界距離復号等の復号を行う。ただし、硬判定復号部１８１が行う硬判定復号は、限界距離復号に限定されずどのような硬判定復号であってもよい。

ステップＳ２の後、硬判定復号部１８１は、復号に成功したか否かを判断し、この判断結果を制御部１１へ通知する。制御部１１は、硬判定復号部１８１からの通知に基づいて、復号に成功したか否かを判断し（ステップＳ３）、復号に成功した場合（ステップＳ３のＹＥＳ）、読出し処理を終了する。

一方、復号に失敗していた場合（ステップＳ３のＮＯ）、制御部１１は、メモリＩ／Ｆ１３に対して、読み出すアドレスを指定してソフトビットリード（ＳＢＲ）により不揮発性メモリ２０からデータを読み出すよう指示し、これに対し、メモリＩ／Ｆ１３は、各メモリセルが記憶するデータをハードビットリードで使用する基準読出し電圧に対して所定の刻み幅で設定された１以上の読出し電圧でも読み出した結果も含んだ受信値ｙとして読み出す読出しであるソフトビットリードを実行する（ステップＳ４）。読み出された受信値ｙは、例えばＥＣＣフレーム単位の系列｛ｙ｝として、内部バス１６を経由して符号化／復号部１４の復号部１８に入力される。

ステップＳ５では、制御部１１が復号部１８に軟判定復号の実施を指示し、これに対し、復号部１８の軟判定復号部１８２が、ＥＣＣフレーム単位で入力された受信値ｙの系列｛ｙ｝に対して、軟判定復号を実行する（ステップＳ５）。その後、本動作は、ステップＳ３へリターンする。なお、本実施形態に係る軟判定復号の詳細については、次に詳述する。

軟判定復号では、軟判定復号の動作を定める様々なパラメタ（復号パラメタ）が存在するが、通信路（ストレス状況）に応じて復号性能を最大化するパラメタは異なる。通信路に応じて個別にパラメタを用意することは難しいため、一般的には、事前に（オフラインで）最適化された単一のパラメタを用いることが多い。

これに対して本実施形態では、通信路に合わせてパラメタを適応的に（オンラインで）決定する。これにより、訂正能力をより向上させ、計算量を削減することが可能となる。

図４は、本実施形態に係る軟判定復号部１８２のより詳細な構成例を示すブロック図である。図４に示すように、軟判定復号部１８２は、ＬＬＲ変換部１０１と、パラメタ決定部１１１と、復号器１０２と、復号制御部１０３と、を備える。

復号制御部１０３は、復号処理を制御する。例えば復号制御部１０３は、復号器１０２に対して使用するＬＬＲテーブルを指定する。本実施形態では、復号制御部１０３は、既定のＬＬＲテーブルを指定する。また復号制御部１０３には、復号器１０２からの復号結果としてのＥＣＣフレーム単位の推定値ｋの系列｛ｋ｝が入力される。また、復号制御部１０３には、復号に成功したか失敗したか等の復号後に得られる情報も入力される。そして、復号制御部１０３は、復号に成功したか失敗したかに応じて外部への出力を制御する。

ＬＬＲ変換部１０１は、復号制御部１０３から指定されたＬＬＲテーブルを用いて、不揮発性メモリ２０から読み出されて入力された受信値ｙをＬＬＲ値に変換する。具体的には、ＬＬＲ変換部１０１へは、不揮発性メモリ２０から読み出された受信値ｙの系列｛ｙ｝が入力される。また、ＬＬＲ変換部１０１には、受信値ｙとＬＬＲ値との変換に使用される既定のＬＬＲテーブルが入力される。さらに、ＬＬＲ変換部１０１には、復号制御部１０３から、使用するＬＬＲテーブルの指定情報も入力される。そして、ＬＬＲ変換部１０１は、復号制御部１０３から指定されたＬＬＲテーブルを用いて受信値ｙを変換することで得られたＬＬＲ値の系列を、パラメタ決定部１１１および復号器１０２へ出力する。

パラメタ決定部１１１は、入力されたＬＬＲ値の系列に基づいて、復号器１０２が実行する復号処理のパラメタを決定する。以下では、軟判定復号部１８２の復号方式として、シンボルの値の反転（フリップ）を行って復号を実行する復号方式を採用し、フリップするシンボルの範囲（フリップ領域）をパラメタとして決定する場合を例に説明する。フリップ領域の決定は、例えば、フリップ領域の開始位置およびサイズ、または、フリップ領域の開始位置および終了位置を決定することを含む。フリップを行う復号方式では、入力されたＬＬＲ値とフリップ領域とからフリップの対象とするシンボルが決定され、復号が実行される。

このような復号方式としては、ＯＳＤ（Ordered Statistics Decoding）およびＣｈａｓｅ復号が挙げられる。復号方式は、ＯＳＤおよびＣｈａｓｅ復号のうち少なくとも一方を繰り返し実行する反復復号であってもよい。なお、適用可能な復号方式はＯＳＤおよびＣｈａｓｅ復号に限られるものではなく、フリップを行う他の復号方式を用いてもよい。また、パラメタ決定部１１１は、フリップ領域以外のパラメタを決定してもよい。パラメタの決定方法の詳細は後述する。

復号器１０２は、ＥＣＣフレーム単位のＬＬＲ値の系列から復号に関する情報や推定値ｋの系列｛ｋ｝を計算する。具体的には、復号器１０２は、ＬＬＲ変換部１０１からＬＬＲ値の系列を入力し、パラメタ決定部１１１から決定されたパラメタを入力する。復号器１０２は、入力されたパラメタに従い、ＬＬＲ値の系列に対して復号処理を実行する。なお、復号器１０２には、一度の復号でＥＣＣフレームに対応する系列が入力される。そして、復号器１０２は、入力されたＬＬＲ値の系列を復号することで得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝を復号制御部１０３へ出力する。なお、復号器１０２は、一度の復号の結果として、ＥＣＣフレームに対応する系列｛ｋ｝を出力する。また、復号器１０２は、復号の成否など、復号で得られた情報も復号制御部１０３へ出力する。

次に、ＯＳＤの詳細について説明する。図５は、ＯＳＤで用いられるフリップ領域の一例を説明するための図である。ＯＳＤでは、ソート処理、フェーズ０処理、フェーズｎ処理（ｎは１以上の整数）などが実行される。

ソート処理は、入力されたＬＬＲ値の系列をＬＬＲ値の絶対値によってソートし、ＬＬＲ値の系列を、ＬＬＲ値が相対的に大きい（信頼度が高い）ＬＬＲ値を含むＭＲＢ（Most Reliable Basis）と、ＬＬＲ値が相対的に小さい（信頼度が低い）ＬＬＲ値を含むＬＲＢ（Low Reliable Basis）と、に分割する処理である。図５では、ＬＬＲ値の系列が、ＭＲＢ５１１と、ＬＲＢ５１２とに分割される例が示されている。

フェーズ０処理では、ＬＲＢを用いた処理が実行される。フェーズｎ処理では、ＭＲＢ内でフリップ領域が決定され、フリップ領域内に含まれるｎビットがフリップされ、復号が実行される。フェーズｎ処理では、図５に示すように、フリップ領域５０１は、ＭＲＢ内で信頼度が低い順に並べられた複数のＬＬＲ値を含む領域として決定される。

フリップ領域のサイズが大きいほど訂正能力が高くなるが、その分計算量が増加する。フェーズｎ処理では、フリップ領域内のｎビットの組み合わせ（例えばすべてのｎビットの組み合わせ）それぞれに対してフリップおよび復号が実行される。このため、ｎが大きくなるに従い、計算量の増加が顕著となる。

フリップ領域のサイズを決定する方法としては、例えば、要求される訂正能力および計算量を考慮した最適な値（固定値）を、フリップ領域のサイズとして決定する方法がある。しかしこのような方法では、例えば、信頼度が低いビットが相対的に少ない場合であっても、信頼度が低いビットが相対的に多い場合と同じサイズのビットをフリップさせることになる。このため、かえって訂正能力が低下する場合、および、不要な計算量の増加を招く場合がある。また、信頼度が低いビットが相対的に多い場合には、より多くのビットをフリップすれば訂正能力が増加する可能性があるが、フリップ領域のサイズを固定値とする方法では、このような機能を実現できない。

そこで本実施形態では、フリップ領域を適応的（動的）に決定し、信頼度がより低い（エラー確率が高い）領域に限定してフリップを実行することで、フェーズｎ処理での訂正能力を低下させずに、計算量の増加を抑制させる。

図６は、フリップ領域の決定方法の一例を説明するための図である。パラメタ決定部１１１は、入力されたＬＬＲ値の系列から、ＬＬＲ値の絶対値（ＬＬＲ絶対値）それぞれの個数を求め、ＬＬＲ絶対値それぞれの個数のＬＬＲ値の総数に対する割合を計算する。図６では、例えば、ＬＬＲ絶対値が１、３、５、および、９の割合が、それぞれ４％、６％、１０％、および、８０％となった例が示されている。

パラメタ決定部１１１は、求めた割合を、さらに、閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合と、閾値ＴＨより大きいＬＬＲ絶対値の割合とに縮約する。図６では、閾値ＴＨを３とした場合に、閾値ＴＨ＝３以下であるＬＬＲ絶対値の割合である１０％、および、閾値ＴＨ＝３より大きいＬＬＲ絶対値の割合である９０％に縮約される例が示されている。

パラメタ決定部１１１は、入力されたＬＬＲ値の系列における閾値ＴＨ以下のＬＬＲ値の個数の期待値からＬＲＢのサイズを減算することにより、フリップ領域のサイズを決定する。閾値ＴＨ以下のＬＬＲ値の個数の期待値は、閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合と誤り訂正符号の符号長との積により計算することができる。すなわち、パラメタ決定部１１１は、「符号長×（閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合）−（ＬＲＢのサイズ）」によりフリップ領域のサイズを計算する。例えば符号長が７２０ビット、ＬＲＢのサイズが３２ビット、閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合が図６に示すように１０％であった場合、パラメタ決定部１１１は、７２０×０．１−３２＝４０ビットを、フリップ領域のサイズとして決定する。

このように、パラメタ決定部１１１は、閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合が大きいほど、フリップ領域のサイズが大きくなるように、フリップ領域を決定する。図６に示す決定方法は一例であり、これに限られるものではない。ＬＬＲ値を用いて、信頼度がより低い領域に限定してフリップを実行できるようにフリップ領域を決定する方法であれば、どのような方法を適用してもよい。例えばパラメタ決定部１１１は、ＬＬＲ絶対値のばらつきが大きいほどフリップ領域のサイズが大きくなるように、フリップ領域を決定してもよい。

パラメタ決定部１１１は、例えば√（ｎ×Ｒ_Ｌｏｗ×（１−Ｒ_Ｌｏｗ））により標準偏差を計算し（ｎは復号対象データ長、Ｒ_Ｌｏｗは閾値ＴＨ以下のＬＬＲ絶対値の割合）、計算した標準偏差に予め定められたスケール値を乗じた値を補正値として計算する。パラメタ決定部１１１は、上記計算式により計算されたサイズを、補正値により補正する。例えばパラメタ決定部１１１は、補正値を上記計算式により計算されたサイズに加算して、最終的なフリップ領域のサイズを計算する。

次に、Ｃｈａｓｅ復号を用いる例について説明する。図７は、Ｃｈａｓｅ復号で用いられるフリップ領域の一例を説明するための図である。Ｃｈａｓｅ復号では、テストパタンの生成処理、生成されたテストパタンを用いた復号処理などが実行される。

テストパタンは、エラービット（フリップするビット）の位置および個数（フリップ数）の組合せを仮定するパタンである。例えば、フリップ数ｊをそれぞれ１、２、３、４および５とした５つのテストパタンが生成される。なお、フリップ数は５に限られるものではない。５つのテストパタンは、それぞれ対応するフリップ領域ｒ_１〜ｒ_５に従って生成される。図７に示すように、Ｃｈａｓｅ復号の場合は、フリップ領域ｒ_１〜ｒ_５は、復号対象データ全体の中で信頼度が低い順に並べられた複数のＬＬＲ値を含む領域として決定される。

フリップ数をｊとするテストパタンは、フリップ領域ｒ_ｊに含まれるビットからいずれかのｊビットが選択されて生成される。フリップ領域ｒ_ｊ（ｊ＝１〜５）のテストパタンは、ｊビットを選択する組み合わせの個数分、生成される。すなわち、フリップ領域ｒ_ｊのテストパタンの個数は、_ｒｊＣ_ｊで表すことができる。なおｒｊはフリップ領域ｒ_ｊのサイズ（ビット数）を表す。

Ｃｈａｓｅ復号を用いる場合、パラメタ決定部１１１は、フリップ領域ｒ_ｊそれぞれのサイズを、入力されたＬＬＲ値を用いて決定する。各フリップ領域ｒ_ｊのサイズの決定方法は、ＯＳＤを用いる場合と同様の方法を適用できる。パラメタ決定部１１１は、フリップ数ｊに応じて異なる閾値ＴＨｊを用いて、対応するフリップ領域ｒ_ｊのサイズを計算する。例えばパラメタ決定部１１１は、フリップ数ｊが大きくなるほど、小さい値となる閾値ＴＨｊを用いるように構成することができる。

Ｃｈａｓｅ復号の場合、図５のＬＲＢ５１２に相当する領域がないため、ＬＲＢのサイズを減算する処理は不要である。すなわち、パラメタ決定部１１１は、例えば「符号長×（閾値ＴＨｊ以下のＬＬＲ絶対値の割合）」によりフリップ領域のサイズを計算する。

次に、本実施形態に係る復号動作を、図面を参照して詳細に説明する。図８は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図８に示すように、まず、メモリＩ／Ｆ１３が、不揮発性メモリ２０から読み出されたＥＣＣフレーム単位の受信値ｙの系列｛ｙ｝を軟判定復号部１８２に入力する（ステップＳ１０１）。軟判定復号部１８２に入力された系列｛ｙ｝は、ＬＬＲ変換部１０１に入力される。

次に、復号制御部１０３は、使用するＬＬＲテーブルを既定のＬＬＲテーブルとする旨の指示をＬＬＲ変換部１０１に入力する（ステップＳ１０２）。ＬＬＲ変換部１０１は、指定された既定のＬＬＲテーブルを用いて、受信値ｙの系列｛ｙ｝をＬＬＲ値の系列に変換し、これにより得られたＬＬＲ値の系列を、パラメタ決定部１１１および復号器１０２に入力する（ステップＳ１０３）。パラメタ決定部１１１は、入力されたＬＬＲ値の系列を用いてパラメタ、すなわち、フリップ領域を決定する（ステップＳ１０４）。

復号器１０２は、決定されたパラメタを用いて、入力されたＬＬＲ値の系列を復号し、その結果として得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝と、復号の成否などの情報とを復号制御部１０３へ出力する（ステップＳ１０５）。

次に、例えば復号制御部１０３が、復号器１０２から入力された情報に基づいて、復号に成功したか否かを判断する（ステップＳ１０６）。復号に成功していた場合（ステップＳ１０６のＹＥＳ）、例えば復号制御部１０３は、制御部１１（図１参照）へ復号成功を通知する（ステップＳ１０７）。また、復号制御部１０３は、復号により得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝を出力する（ステップＳ１０８）。その後、本動作が終了する。なお、出力された系列｛ｋ｝は、例えば、データバッファ１２（図１参照）に蓄積され、書込み値であるユーザデータに復元された後、読出し要求を発行したホスト３０へ送信される。

一方、復号に失敗していた場合（ステップＳ１０６のＮＯ）、例えば復号制御部１０３は、制御部１１（図１参照）へ復号失敗を通知する（ステップＳ１０９）。その後、本動作が終了する。制御部１１は、例えば、要求されたデータの読出しエラーを読出し要求を発行したホスト３０へ送信する。

以上のように、本実施形態では、不揮発性メモリから読み出された受信値を変換して得られるＬＬＲ値に基づいて、復号処理のパラメタを適応的（動的）に決定する。これにより、通信路（ストレス状況）に応じて、訂正能力を低下させずに、計算量の増加を抑制した復号処理を実行可能となる。

（第２の実施形態）
次に、第２の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明において、第１の実施形態と同様の構成および動作については、それを引用することで、重複する説明を省略する。

第１の実施形態は、既定のＬＬＲテーブルを用いてＬＬＲ値を変換する構成を備えていた。これに対し、第２の実施形態は、復号に失敗した場合でも、失敗した復号により得られた推定値ｋの系列を使用して、推定ＬＬＲテーブルを作成し、推定ＬＬＲテーブルを用いて再度復号処理を実行する。

本実施形態に係るメモリシステムは、第１の実施形態において図１を用いて説明したメモリシステム１と同様の構成を備えてよい。ただし、本実施形態では、図４における軟判定復号部１８２が図９に示す軟判定復号部１８２−２に置き換えられる。

ここで、「軟判定復号に必要な通信路の推定」と「ＬＬＲテーブル」との関係について説明する。なお、以下の説明では、簡単のため、送信値ｘが取り得る値を０，１とし、受信値ｙが取り得る値を０，１，２，３とする。

軟判定復号では、復号対象の通信路が決定すると、不揮発性メモリ２０に書き込まれる送信値ｘが記憶されるとともに、不揮発性メモリ２０から読み出された送信値ｘがどの受信値ｙに変化したかが記憶される。そこで本説明では、以下の表１に示すようなヒストグラムが得られたと仮定する。

表１には、８１２８回の観測の結果、（ｘ＝０，ｙ＝０）という組が１回観測され、（ｘ＝１，ｙ＝０）という組が３３７５回観測され、（ｘ＝０，ｙ＝１）という組が１２５回観測され、（ｘ＝１，ｙ＝１）という組が１３３１回観測され、（ｘ＝０，ｙ＝２）という組が７２９回観測され、（ｘ＝１，ｙ＝２）という組が３４３回観測され、（ｘ＝０，ｙ＝３）という組が２１９７回観測され、（ｘ＝１，ｙ＝３）という組が２７回観測されたことが示されている。

真の通信路の条件付き確率Ｐ（ｙ｜ｘ）は、このような表１に基づいて以下のように推定される。すなわち、（ｘ，ｙ）の組それぞれの観測回数（以下、度数ともいう）をＦ（ｘ，ｙ）とすると、例えば、（ｘ＝０，ｙ＝０）という組が観測される条件付き確率Ｐ（ｙ＝０｜ｘ＝０）は、以下の式（１）のように求まり、また、（ｘ＝１，ｙ＝０）という組が観測される条件付き確率Ｐは、以下の式（２）のように求まる。

そこで、想定した通信路に対しては、例えば受信値ｙが０である場合に以下の式（３）から求まるＬＬＲ値が割り当てられるように、ＬＬＲテーブルが作成される。式（３）のＬＬＲ値は小数点第二位で四捨五入している。

同様に、他の受信値ｙが１〜３のそれぞれである場合に対しても、以下の式（４）〜（６）から求まるＬＬＲが割り当てられるように、ＬＬＲテーブルが作成される。式（４）〜（６）のＬＬＲ値は小数点第二位で四捨五入している。

上記のようにして作成されるＬＬＲテーブルは、十分な数の（ｘ，ｙ）の組を収集することで真の通信路行列から作成されたＬＬＲテーブルに十分に近づけることが可能である。すなわち、十分な数の（ｘ，ｙ）の組を収集することができれば、正確に「軟判定復号に必要な通信路の推定」を行なうことが可能となり、それにより、復号対象の通信路に対して理想的な「ＬＬＲテーブル」を作成することが可能となる。

つづいて、「通信路の推定」について説明する。例えば、復号対象となる通信路の数が非常に多い場合、全ての異なる通信路について事前にＬＬＲテーブルを用意できない場合がある。そのような場合、運よく復号に成功していれば、推定される送信値（以下、推定値という）ｋが送信値ｘと一致している。そこで、送信値ｘの代わりに推定値ｋを使用して上記のようなＬＬＲテーブルの作成を実行し、これにより作成されたＬＬＲテーブルを同様の通信路で復号失敗したＥＣＣフレームに使用する。これにより、ＬＬＲテーブルを事前に用意できなかった場合でも復号特性の劣化を抑えることができる。

ただし、復号に失敗していた場合でも、この復号によって誤りビットの数がある程度下げられている場合には、推定値ｋの系列｛ｋ｝を使用して上記のＬＬＲテーブル作成を実行し、これにより改めて得られたＬＬＲテーブル（以下、推定ＬＬＲテーブルという）を使用することで、復号に成功する場合がある。

このように、メモリシステムにおける復号では、事前に想定していた通信路と実際の通信路とが異なっていると、復号に失敗する蓋然性が高まるが、失敗した復号結果に基づくことで、推定する通信路を正しい通信路に近づけることが可能な場合がある。

そこで本実施形態では、復号に失敗した場合でも、その失敗の結果から通信路を推定する手順、言い換えれば、ＬＬＲテーブルを作成する手順を１回以上行うことで、通信路の不一致に基づく復号失敗を救出することを可能にする。

図９は、本実施形態に係る軟判定復号部のより詳細な構成例を示すブロック図である。図９に示すように、軟判定復号部１８２−２は、ＬＬＲ変換部１０１−２と、パラメタ決定部１１１と、復号器１０２−２と、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２と、推定通信路行列集計部１０４と、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５と、受信語バッファ１０６とを備える。

この構成において、受信語バッファ１０６は、受信値ｙの系列｛ｙ｝をＥＣＣフレーム単位で記憶する。具体的には、受信語バッファ１０６は、不揮発性メモリ２０から読み出された受信値ｙの系列｛ｙ｝を、ＥＣＣフレーム単位で入力して記憶する。また、受信語バッファ１０６は、後述する推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から、出力開始の指示や、どのＥＣＣフレームに関連する受信値ｙの系列｛ｙ｝を出力するかを指定する情報、若しくは、ＥＣＣフレーム内の特定の受信値ｙを出力するかを指定する情報を入力する。そして、受信語バッファ１０６は、出力開始の指示に従い、現在記憶しているＥＣＣフレーム単位の受信値ｙのうち、指定された系列｛ｙ｝または指定された受信値ｙを推定通信路行列集計部１０４へ出力する。

推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、特定の（ｋ，ｙ）の組から推定通信路行列を逐次的に作成する。具体的には、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２には、復号器１０２−２からの復号結果としてのＥＣＣフレーム単位の推定値ｋの系列｛ｋ｝が入力される。また、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２には、復号に成功したか失敗したか等の復号後に得られる情報も入力される。そして、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、入力された推定値ｋの系列｛ｋ｝に対し、外部へ出力するか、推定通信路行列集計部１０４へ出力するかを判断し、判断した先へ推定値ｋの系列｛ｋ｝を出力する。また、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、受信語バッファ１０６に出力開始を指示する信号、および、推定通信路行列集計部１０４を制御するための制御信号を出力する。

推定通信路行列集計部１０４は、（ｋ，ｙ）の組を集計して推定通信路行列を作成し記憶する。具体的には、推定通信路行列集計部１０４は、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２によって選定されたＥＣＣフレーム単位の推定値ｋの系列｛ｋ｝と、受信語バッファ１０６からの出力であって、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から入力された推定値ｋの系列｛ｋ｝と同じＥＣＣフレームに所属する受信値ｙの系列｛ｙ｝とを入力する。そして、推定通信路行列集計部１０４は、入力された系列｛ｋ｝および｛ｙ｝から（ｋ，ｙ）の組を集計し、これにより得られた現在の集計結果に基づいて、尤度Ｐ（ｙ｜ｋ）の一覧である推定通信路行列若しくは尤度Ｐの元となる度数分布を作成する。また、推定通信路行列集計部１０４は、作成した推定通信路行列若しくは度数分布を推定ＬＬＲテーブル作成部１０５へ出力する。なお、推定通信路行列集計部１０４には、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から、集計結果のリセット信号や、出力のタイミングを知らせる制御信号等も入力される。

推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、推定通信路行列集計部１０４から入力された推定通信路行列または度数分布から推定ＬＬＲテーブルを計算する。そして、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、計算により得られた推定ＬＬＲテーブルをＬＬＲ変換部１０１−２へ出力する。

ＬＬＲ変換部１０１−２は、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から指定されたＬＬＲテーブルまたは推定ＬＬＲテーブルを用いることで、不揮発性メモリ２０から読み出されて入力された受信値ｙをＬＬＲ値に変換する。また、ＬＬＲ変換部１０１−２には、既定のＬＬＲテーブルに加えて、受信値ｙとＬＬＲ値との変換に使用される推定ＬＬＲテーブル作成部１０５からのＬＬＲテーブルが入力される。そして、ＬＬＲ変換部１０１−２は、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から指定されたＬＬＲテーブルを用いて受信値ｙを変換することで得られたＬＬＲ値の系列を、パラメタ決定部１１１および復号器１０２−２へ出力する。

復号器１０２−２は、復号により得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝、および、復号の成否などの復号で得られた情報を、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２に出力する点が、第１の実施形態の復号器１０２と異なっている。

つづいて、本実施形態に係る復号動作を、図面を参照して詳細に説明する。図１０は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図１０に示すように、本動作では、まず、メモリＩ／Ｆ１３によって不揮発性メモリ２０から読み出されたＥＣＣフレーム単位の受信値ｙの系列｛ｙ｝が軟判定復号部１８２−２に入力される（ステップＳ２０１）。軟判定復号部１８２−２に入力された系列｛ｙ｝は、受信語バッファ１０６に記憶されると共に、ＬＬＲ変換部１０１−２に入力される。

次に、例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、推定ＬＬＲテーブル作成の繰返し回数をカウントする不図示のカウンタのカウント値Ｓをリセット（Ｓ＝０）する（ステップＳ２０２）。

次に、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、例えばカウント値Ｓが０であることに基づき、入力された受信値ｙの系列｛ｙ｝に対して使用するＬＬＲテーブルを既定のＬＬＲテーブルとする旨の指示をＬＬＲ変換部１０１−２に入力する（ステップＳ２０３）。ＬＬＲ変換部１０１−２は、指定されたＬＬＲテーブルを用いて、受信値ｙの系列｛ｙ｝をＬＬＲ値の系列に変換し、これにより得られたＬＬＲ値の系列をパラメタ決定部１１１および復号器１０２−２に入力する（ステップＳ２０４）。パラメタ決定部１１１は、入力されたＬＬＲ値の系列を用いてパラメタ、すなわち、フリップ領域を決定する（ステップＳ２０５）。

復号器１０２−２は、決定されたパラメタを用いて、入力されたＬＬＲ値の系列を復号し、その結果として得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝と、復号の成否などの情報とを推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２へ出力する（ステップＳ２０６）。なお、以下の説明では、カウント値Ｓのときに得られた推定値ｋをｋ_Ｓとし、推定値ｋ_Ｓの系列を復号系列｛ｋ_Ｓ｝とする。

次に、例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、復号器１０２−２から入力された情報に基づいて、復号に成功したか否かを判断する（ステップＳ２０７）。復号に成功していた場合（ステップＳ２０７のＹＥＳ）、本動作は、ステップＳ２１２へ進む。一方、復号に失敗していた場合（ステップＳ２０７のＮＯ）、例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、カウント値Ｓを１インクリメントする（ステップＳ２０８）。つづいて、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、カウント値Ｓが繰返し回数の最大値Ｓ＿ｍａｘより大きいか否かを判定する（ステップＳ２０９）。この最大値Ｓ＿ｍａｘは、復号に成功するまで失敗した復号結果に基づく推定ＬＬＲテーブルの作成（ステップＳ２０７〜Ｓ２１１）が繰り返されることを回避するための制限値である。カウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘより大きい場合（ステップＳ２０９のＹＥＳ）、本動作は、ステップＳ２１４へ進む。一方、カウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘ以下である場合（ステップＳ２０９のＮＯ）、本動作は、ステップＳ２１０へ進む。

ステップＳ２１０では、ステップＳ２０６の復号により得られた推定値ｋ_Ｓと受信値ｙとの組（ｋ_Ｓ，ｙ）それぞれの度数から、推定ＬＬＲテーブルが作成される。具体的には、推定通信路行列集計部１０４が、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２を経由して入力された推定値ｋ_Ｓの系列｛ｋ_Ｓ｝と、受信語バッファ１０６から入力された受信値ｙの系列｛ｙ｝とから（ｋ_Ｓ，ｙ）の組を作成し、それぞれの組の度数を集計する。そして、推定通信路行列集計部１０４は、現在の集計結果に基づいて、尤度Ｐ（ｙ｜ｋ_Ｓ）の一覧である推定通信路行列若しくは度数分布を作成し、作成した推定通信路行列若しくは度数分布を推定ＬＬＲテーブル作成部１０５に入力する。推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、入力された推定通信路行列若しくは度数分布に基づき、例えば上述した式（３）〜（６）を用いることで、推定ＬＬＲテーブルを作成する。作成した推定ＬＬＲテーブルは、ＬＬＲ変換部１０１−２へ入力される。

次に、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、作成された推定ＬＬＲテーブルを、使用するＬＬＲテーブルとして指定する（ステップＳ２１１）。その後、本動作は、ステップＳ２０４へリターンする。これにより、受信値ｙの系列｛ｙ｝が推定ＬＬＲテーブルを用いて復号される（ステップＳ２０４〜ステップＳ２０６）。

ステップＳ２０６の復号に成功していた場合（ステップＳ２０７のＹＥＳ）、復号成功が例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から制御部１１（図１参照）へ通知される（ステップＳ２１２）。また、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２からは、復号により得られた推定値ｋ_Ｓの復号系列｛ｋ_Ｓ｝も出力される（ステップＳ２１３）。その後、本動作が終了する。なお、出力された復号系列｛ｋ_Ｓ｝は、例えば、データバッファ１２（図１参照）に蓄積され、書込み値であるユーザデータに復元された後、読出し要求を発行したホスト３０へ送信される。

カウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘに達するまで推定ＬＬＲテーブルの作成を繰り返しても復号に成功しなかった場合（ステップＳ２０９のＹＥＳ）には、復号失敗が例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から制御部１１（図１参照）へ通知され（ステップＳ２１４）、本動作が終了する。これに対し、制御部１１は、例えば、要求されたデータの読出しエラーを読出し要求を発行したホスト３０へ送信する。

なお、図１０では、ＬＬＲ値の系列が出力されるごとにパラメタが決定されるが、例えば、カウント値Ｓが規定値に達するまでは固定のパラメタを用い、カウント値Ｓが規定値以上となったときに、パラメタ決定部１１１によるパラメタ決定処理を実行するように構成してもよい。

以上のように、本実施形態では、復号に失敗した場合でも、この失敗した復号により得られた推定値ｋの系列｛ｋ｝を使用して、推定ＬＬＲテーブルの作成を１回以上実行する。これにより、推定する通信路を正しい通信路に近づけることが可能になる。その結果、通信路の不一致に基づく復号失敗を救済できる可能性が高まるため、通信路の不一致に基づく復号特性の劣化を抑えることが可能なメモリシステムを実現することができる。

また、本実施形態では、第１の実施形態と同様に、不揮発性メモリから読み出された受信値を変換して得られるＬＬＲ値に基づいて、復号処理のパラメタを適応的（動的）に決定する。これにより、通信路（ストレス状況）に応じて、訂正能力を低下させずに、計算量の増加を抑制した復号処理を実行可能となる。

（第３の実施形態）
次に、第３の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明において、第２の実施形態と同様の構成および動作については、それを引用することで、重複する説明を省略する。

第２の実施形態は、失敗した復号結果に基づいて推定ＬＬＲテーブルを作成する動作を１回以上繰り返すことで、推定する通信路を正しい通信路に近づける構成を備えていた。これに対し、第３の実施形態は、第２の実施形態と同様にして作成された推定ＬＬＲテーブルをさらに補正する構成を備える。

本実施形態に係るメモリシステムは、第１の実施形態において図１を用いて説明したメモリシステム１と同様の構成を備えてよい。ただし、本実施形態では、図９における軟判定復号部１８２−２が図１１に示す軟判定復号部１８２−３に置き換えられる。

図１１に示すように、本実施形態に係る軟判定復号部１８２−３は、図９に示す軟判定復号部１８２−２と同様の構成に加え、推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３をさらに備える。推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３は、例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２からの指示に従い、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５で作成された推定ＬＬＲテーブルを補正し、補正後の推定ＬＬＲテーブルをＬＬＲ変換部１０１に入力する。

ここで、推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３が実行する補正の一例について説明する。図１２は、不揮発性メモリ２０を構成する各メモリセルが１ビットのデータを記憶するシングルレベルセル（ＳＬＣ）である場合の閾値電圧分布と読出し電圧との関係を示す模式図である。図１２において、Ｅｒ分布は、例えば‘１’のデータが書き込まれたメモリセルの閾値電圧の分布を示し、Ａ分布は、例えば‘０’のデータが書き込まれたメモリセルの閾値電圧の分布を示している。また、Ｖｒ１〜Ｖｒ７は、メモリセルからデータを読み出す際に使用する読出し電圧（以下、リードレベルという）の例を示している。なお、Ｖｒ１〜Ｖｒ７のうち、Ｖｒ４は、硬判定読出し（ハードビットリード）の際に使用するリードレベルの例を示し、Ｖｒ１〜Ｖｒ３およびＶｒ５〜Ｖｒ７は、軟判定読出（ソフトビットリード）の際に使用するリードレベルの例を示している。ただし、ソフトビットリードの際に使用されるリードレベルには、Ｖｒ４が含まれてもよい。

このような閾値電圧分布に対し、メモリセルの閾値電圧が例えばＥｒ分布のピーク付近の電圧である場合、そのメモリセルが記憶するデータの値は‘１’である可能性が高い。同様に、メモリセルの閾値電圧が例えばＡ分布のピーク付近の電圧である場合、そのメモリセルが記憶するデータの値は‘０’である可能性が高い。そこで、このような場合に推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３が実行する補正の一例としては、読出しデータからメモリセルの閾値電圧がいずれかの分布のピーク付近にあると認められる場合には、その分布に対応する値である確率が高いとして、そのＬＬＲ値の絶対値が高い値となるように補正する。

また、メモリセルの閾値電圧が例えばＥｒ分布とＡ分布との境界付近の電圧である場合、そのメモリセルが記憶するデータの値が‘１’である可能性と‘０’である可能性とはほぼ同等である。そこで、このような場合に推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３が実行する補正の一例としては、読出しデータからメモリセルの閾値電圧が隣接する分布の境界付近にあると認められる場合には、いずれの分布に対応する値であるかが不確定であるとして、そのＬＬＲ値の絶対値が低い値となるように補正する。その際、ＬＬＲ値の正負が反転してもよい。

なお、補正の方法としては、ＬＬＲ値の絶対値を固定値とする方法や、ＬＬＲ値の絶対値に対して所定の値を加算または減算する方法など、種々の方法を適用することが可能である。

つづいて、本実施形態に係る復号動作を、図面を参照して詳細に説明する。図１３は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図１３に示すように、本実施形態に係る復号動作は、図１０に示した第２の実施形態に係る復号動作と同様の動作において、ステップＳ２１１がステップＳ３０１〜Ｓ３０２に置き換えられている。

すなわち、本実施形態では、ステップＳ２０６の復号により得られた推定値ｋ_Ｓと受信値ｙとの組（ｋ_Ｓ，ｙ）それぞれの度数から推定ＬＬＲテーブルを作成すると（ステップＳ２１０）、作成した推定ＬＬＲテーブルが補正される（ステップＳ３０１）。具体的には、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５によって作成された推定ＬＬＲテーブルが推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３に入力されると、推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３は、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から入力された補正情報に基づいて推定ＬＬＲテーブルを補正し、補正後の推定ＬＬＲテーブルをＬＬＲ変換部１０１−２に入力する。

次に、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、補正後の推定ＬＬＲテーブルを、使用するＬＬＲテーブルとして指定する（ステップＳ３０２）。その後、本動作は、ステップＳ２０４へリターンする。これにより、受信値ｙの系列｛ｙ｝が補正後の推定ＬＬＲテーブルを用いて復号される（ステップＳ２０４〜ステップＳ２０６）。

以上のように、本実施形態では、失敗した復号結果に基づいて作成された推定ＬＬＲテーブルを補正する構成を備える。それにより、本実施形態では、ストレスにとって補正が適切であれば、より安定して復号に成功するように推定ＬＬＲテーブルを補正することが可能となる。

なお、その他の構成、動作および効果は、上述した実施形態と同様であるため、ここでは詳細な説明を省略する。

（第４の実施形態）
次に、第４の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明において、第２または第３の実施形態と同様の構成および動作については、それを引用することで、重複する説明を省略する。

上述した第２または第３の実施形態では、１つのＥＣＣフレームの復号結果に基づいて推定ＬＬＲテーブルを作成する場合を例示した。これに対し、第４の実施形態では、複数のＥＣＣフレームの復号結果に基づいて推定ＬＬＲテーブルを作成する場合を例示する。

同じような雑音の影響を受けることが想定される通信路であれば、それらの通信路から得られる条件付き確率Ｐ（ｙ｜ｘ）は同様のものとなる。そこで本実施形態では、同様の通信路で雑音の影響を受けると思われる複数のＥＣＣフレームを一括で処理できる場合に、その全てのＥＣＣフレームの集計結果から推定ＬＬＲテーブルを作成する。それにより、推定ＬＬＲテーブルの作成に使用する（ｋ，ｙ）の組の数を増加させることが可能となるため、推定する通信路をより真の通信路に近づけることが可能となる。なお、同じような雑音の影響を受けることが想定される通信路としては、同一または隣接するワードラインに書き込まれたＥＣＣフレームなどが想定されるが、これに限定されるものではない。

本実施形態に係るメモリシステムおよびその復号部の構成は、例えば上述した第２または第３の実施形態に係るメモリシステム１およびその軟判定復号部１８２−２または１８２−３と同様であってよい。ただし、本実施形態では、軟判定復号部１８２−２または１８２−３が、複数のＥＣＣフレームを一括に処理できるように構成され、復号器１０２には、複数のＥＣＣフレームが入力され、受信語バッファ１０６には、複数のＥＣＣフレームが記憶される。

つづいて、本実施形態に係る復号動作を、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明では、第３の実施形態において例示した復号動作（図１３参照）をベースとするが、これに限定されず、第２の実施形態において例示した復号動作（図１０参照）をベースとするなど、種々変形することが可能である。

図１４は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図１４に示すように、本実施形態に係る復号動作は、図１３に示した第３の実施形態に係る復号動作と同様の動作において、ステップＳ２０１、Ｓ２０７、Ｓ２１０およびＳ３０２がそれぞれステップＳ４０１、Ｓ４０２、Ｓ４０３およびＳ４０４に置き換えられている。

すなわち、本実施形態では、まず、メモリＩ／Ｆ１３によって不揮発性メモリ２０から読み出された複数のＥＣＣフレームの系列｛ｙ｝が軟判定復号部１８２−３に入力される（ステップＳ４０１）。軟判定復号部１８２−３に入力された複数のＥＣＣフレームの系列｛ｙ｝は、受信語バッファ１０６に記憶されると共に、ＬＬＲ変換部１０１−２に入力される。

次に、カウント値Ｓをリセット（Ｓ＝０）した後（ステップＳ２０２）、入力された複数のＥＣＣフレームの系列｛ｙ｝が、指定されたＬＬＲテーブルを用いて復号される（ステップＳ２０３〜２０６）。なお、個々のＥＣＣフレームの系列｛ｙ｝に対する復号は、上述した実施形態と同様であってよい。

次に、例えば推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、復号器１０２−２から入力された情報に基づいて、全てのＥＣＣフレームに対する復号に成功したか否かを判断する（ステップＳ４０２）。全てのＥＣＣフレームに対する復号に成功していた場合（ステップＳ４０２のＹＥＳ）、本動作は、ステップＳ２１２へ進み、以降の動作を実行する。一方、復号に失敗したＥＣＣフレームが存在する場合（ステップＳ４０２のＮＯ）、カウント値Ｓが１インクリメントされ（ステップＳ２０８）、インクリメント後のカウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘより大きいか否かが判定される（ステップＳ２０９）。その後、カウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘより大きい場合（ステップＳ２０９のＹＥＳ）、本動作は、ステップＳ２１４へ進み、以降の動作を実行する。一方、カウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘ以下である場合（ステップＳ２０９のＮＯ）、本動作は、ステップＳ４０３へ進む。

ステップＳ４０３では、ステップＳ２０６の復号により得られた推定値ｋ_Ｓの系列｛ｋ_Ｓ｝のうち、同様のストレスを受けた１以上のＥＣＣフレームの推定値ｋ_Ｓの系列｛ｋ_Ｓ｝と受信値ｙとの組（ｋ_Ｓ，ｙ）それぞれの度数から、推定ＬＬＲテーブルが作成される。具体的には、推定通信路行列集計部１０４が、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２を経由して入力された複数のＥＣＣフレームのうち、同様のストレスを受けていると想定される１以上のＥＣＣフレームを特定する。つづいて、推定通信路行列集計部１０４は、特定した１以上のＥＣＣフレームそれぞれの推定値ｋ_Ｓの系列｛ｋ_Ｓ｝と、受信語バッファ１０６から入力された受信値ｙの系列｛ｙ｝とから（ｋ_Ｓ，ｙ）の組を作成し、それぞれの組の度数を集計する。そして、推定通信路行列集計部１０４は、現在の集計結果に基づいて、尤度Ｐ（ｙ｜ｋ_Ｓ）の一覧である推定通信路行列若しくは度数分布を作成し、作成した推定通信路行列若しくは度数分布を推定ＬＬＲテーブル作成部１０５に入力する。推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、入力された推定通信路行列若しくは度数分布に基づき、例えば上述した式（３）〜（６）を用いることで、推定ＬＬＲテーブルを作成する。作成した推定ＬＬＲテーブルは、推定ＬＬＲテーブル補正部１０７−３に入力されて補正される（ステップＳ３０１）。

次に、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２は、全てのＥＣＣフレームのうち、未だ復号に成功していないＥＣＣフレームの受信値ｙの系列｛ｙ｝に対して使用するＬＬＲテーブルとして、補正後の推定ＬＬＲテーブルを指定する（ステップＳ４０４）。その後、本動作は、ステップＳ２０４へリターンする。これにより、復号に成功していないＥＣＣフレームの受信値ｙの系列｛ｙ｝が補正後の推定ＬＬＲテーブルを用いて復号される（ステップＳ２０４〜ステップＳ２０６）。なお、個々のＥＣＣフレームの系列｛ｙ｝に対する復号は、上述した実施形態と同様であってよい。

以上のように、本実施形態では、同様の通信路で雑音の影響を受けると思われる複数のＥＣＣフレームを一括で処理できる場合に、その全てのＥＣＣフレームの集計結果から推定ＬＬＲテーブルを作成する。それにより、推定ＬＬＲテーブルの作成に使用する（ｋ，ｙ）の組の数を増加させることが可能となるため、推定する通信路をより真の通信路に近づけることが可能となる。

なお、その他の構成、動作および効果は、上述した実施形態と同様であるため、ここでは詳細な説明を省略する。

（第５の実施形態）
次に、第５の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明において、第２〜第４の実施形態のいずれかと同様の構成および動作については、それを引用することで、重複する説明を省略する。

第２の実施形態は、失敗した復号結果に基づいて推定ＬＬＲテーブルを作成する動作を１回以上繰り返すことで、推定する通信路を正しい通信路に近づける構成を備えていた。これに対し、第５の実施形態は、推定ＬＬＲテーブルを作成するために事後確率情報を利用することができる構成を備える。

本実施形態に係るメモリシステムは、第１の実施形態において図１を用いて説明したメモリシステム１と同様の構成を備えてよい。ただし、本実施形態では、図１における軟判定復号部１８２−２が図１５に示す軟判定復号部１８２−５に置き換えられる。

図１５に示すように、本実施形態に係る軟判定復号部１８２−５は、図９に示す軟判定復号部１８２−２と同様の構成に加え、図９における推定値を出力する復号器１０２−２が図１５に示す事後ＬＬＲを出力する復号器１０２−５に置き換えられる。事後ＬＬＲは、推定値の元になる情報であって、事後確率情報に関する対数尤度比であり、受信値の系列｛ｙ｝に加えて符号情報による推定も加わった軟判定復号部の出力である。事後ＬＬＲから推定値ｋが得られ、記憶されたビットが‘０’である確率と‘１’である確率とが同じである通常のケースであれば、その値の正負がビット‘０’と‘１’に対応し、絶対値が復号器による書込み値の推定の信頼度と関係する。

復号器１０２−５の出力は、事後ＬＬＲに代わって外部値であってもよい。外部値とは、事後ＬＬＲから入力時点でのＬＬＲを引いたものである。事後ＬＬＲに代えて外部値を用いた場合でも第５の実施形態を実現できる。

また、本実施形態では、図９における推定値の系列｛ｋ｝を使用する推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２が、図１５における事後ＬＬＲの系列｛ｌ｝を使用する推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５に置き換えられる。

推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５での事後ＬＬＲの具体的な使用例を図１６を用いて説明する。図１６には、受信値の系列｛ｙ｝、事後ＬＬＲの系列｛ｌ｝、そして事後ＬＬＲの系列から得られる推定値の系列｛ｋ｝の一例が示されている。図１６において、縦に並んだ受信値、推定値および事後ＬＬＲは、それぞれ同一のビットに関する情報である。一番右のビットに着目すると、受信値３と組になる事後ＬＬＲは＋５である。この値はプラスであるため、一番右のビットに関しては、ビット‘０’が推定値となる。この時、事後ＬＬＲの絶対値が５と小さい値ではないため、（ｋ＝０，ｙ＝３）という組が推定通信路行列集計部１０４で使用される。一方、右から二番目のビットに関しては、その事後ＬＬＲの絶対値が１と小さい値である。そのため、二番目のビットに関わる（ｋ＝１，ｙ＝０）は推定通信路行列集計部１０４で使用されない。なお、図１６では、絶対値が２以下の事後ＬＬＲに対応する推定値と受信値との組を推定通信路行列集計部１０４で使用しない場合が例示されているが、使用／不使用を判断する際に使用する事後ＬＬＲの絶対値に対する閾値は２に限定されず、種々変更することが可能である。

つづいて、本実施形態に係る復号動作を、図面を参照して詳細に説明する。図１７は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図１７に示すように、本実施形態に係る復号動作では、図１０に示した第２の実施形態に係る復号動作と同様の動作において、ステップＳ２１０がステップＳ５０１〜Ｓ５０３に置き換えられている。また、図１７のステップＳ２０６では、復号結果として、推定値の系列｛ｋ_Ｓ｝の代わりに事後ＬＬＲの系列｛ｌ_Ｓ｝が出力される。

ステップＳ２０６の復号に失敗し（ステップＳ２０７のＮＯ）、且つ、繰返し回数を示すカウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘ以下である場合（ステップＳ２０９のＮＯ）、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５は、ステップＳ２０６の復号により得られた事後ＬＬＲの系列｛ｌ_Ｓ｝から、絶対値が所定の閾値（図１６に示す例では２）以下である事後ＬＬＲを除外する（ステップＳ５０１）。つづいて、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５は、残った事後ＬＬＲの系列｛ｌ_Ｓ’｝に対して推定値の系列｛ｋ_Ｓ’｝を生成する（ステップＳ５０２）。

生成された推定値の系列｛ｋ_Ｓ’｝は、推定通信路行列集計部１０４に入力される。また、推定通信路行列集計部１０４には、絶対値が所定の閾値より大きい事後ＬＬＲに対応する受信値の系列｛ｙ’’｝も入力される。従って、ステップＳ４０３では、推定通信路行列集計部１０４が、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−２から入力された推定値の系列｛ｋ_Ｓ’｝と、受信語バッファ１０６から入力された受信値の系列｛ｙ’’｝とから（ｋ_Ｓ’，ｙ’’）の組を作成し、それぞれの組の度数を集計し、その集計結果に基づいて推定通信路行列若しくは度数分布を作成し、作成した推定通信路行列若しくは度数分布を推定ＬＬＲテーブル作成部１０５に入力する。これに対し、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、入力された推定通信路行列若しくは度数分布に基づき、例えば上述した式（３）〜（６）を用いることで、推定ＬＬＲテーブルを作成する。なお、作成した推定ＬＬＲテーブルは、ＬＬＲ変換部１０１−２へ入力される。

以上のように、本実施形態によれば、推定ＬＬＲテーブルの作成に事後確率情報を利用した場合でも、上述した第２〜第４の実施形態と同様の効果を奏することが可能である。また、本実施形態において、推定通信路行列集計部１０４で集計する（ｋ，ｙ）の組をその事後ＬＬＲの絶対値に基づいて制限することで、誤り訂正能力を向上することが可能となる。

なお、その他の構成、動作および効果は、上述した実施形態と同様であるため、ここでは詳細な説明を省略する。また、本実施形態では、第２の実施形態に係る構成をベースとして、推定ＬＬＲテーブルの作成に事後確率情報を利用する構成を適用した場合を例示したが、ベースとする構成は第２の実施形態に限られない。例えば、第３または第４の実施形態に係る構成に対し、本実施形態を適用することも可能である。

（第６の実施形態）
次に、第６の実施形態に係るメモリシステムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、以下の説明において、第５の実施形態と同様の構成および動作については、それを引用することで、重複する説明を省略する。

第５の実施形態は、信頼度が低い事後ＬＬＲ（例えば、絶対値が所定の閾値以下である事後ＬＬＲ）を除外して度数を集計する構成を備えていた。このような構成では、推定ＬＬＲテーブルの作成に用いるサンプルの個数が少なくなり、より安定して復号に成功するような推定ＬＬＲテーブルを作成できない場合がある。これに対し、第６の実施形態は、信頼度が低い事後ＬＬＲを除外せずに集計に用いるように構成する。これにより、サンプル数を増加させ、より安定して復号に成功するような推定ＬＬＲテーブルを作成可能となる。

本実施形態に係るメモリシステムは、第５の実施形態と同様に、第１の実施形態において図１を用いて説明したメモリシステム１と同様の構成を備えてよい。ただし、本実施形態では、図１５を用いて説明した第５の実施形態の軟判定復号部１８２−５が図１８に示す軟判定復号部１８２−６に置き換えられる。

図１８に示すように、本実施形態に係る軟判定復号部１８２−６は、図１５に示す軟判定復号部１８２−５と同様の構成を備えるが、図１５における推定通信路行列集計部１０４が、図１８に示す推定通信路行列集計部１０４−６に置き換えられる。

推定通信路行列集計部１０４−６は、信頼度が相対的に低い（事後ＬＬＲの絶対値が小さい）ビットについては、度数（出現数）をカウントするカウンタのスケール値（第１スケール値）を、信頼度が相対的に高いビットのカウンタのスケール値（第２スケール値）以下の値となるように変換する。スケール値は、カウンタの最小単位（目盛）に相当する値である。推定通信路行列集計部１０４−６は、例えば事後ＬＬＲの絶対値が所定の閾値以下である場合に、信頼度が低いと判定し、事後ＬＬＲの絶対値が所定の閾値より大きい場合に、信頼度が高いと判定する。推定通信路行列集計部１０４−６は、小数値も加算することができるようなカウンタを用いる。

図１９は、本実施形態で用いるカウンタの構成例を示す図である。図１９の例では、カウンタのサイズは、１７ビット長である。左端の１ビットが指数部に相当し、残りの１６ビットが仮数部に相当する。指数部をＥ、仮数部をＦとすると、カウンタの値は、２^{Ｓ（Ｅ−１）}×Ｆで表される。

Ｓはスケール値を定める数値（例えば自然数）であり、例えば、２^−Ｓで表される。スケール値が２^−Ｓの場合、図１９のカウンタで表現可能な値の範囲は、２^−Ｓ〜２^−１６−１となる。２^１６−Ｓより小さい値に対するカウンタの最小単位は２^−Ｓである。２^１６−Ｓ以上の値に対するカウンタの最小単位は１である。例えばＳ＝５の場合、スケール値は２^−５（＝０．０３１２５）となる。２^１６−５＝２^１１＝２０４８より小さい値に対するカウンタの最小単位は２^−５である。２^１１以上の値に対するカウンタの最小単位は１である。

カウンタの構成は図１９の例に限られず、どのような構成であってもよい。図１９は浮動小数点を表すカウンタの例であるが、固定小数点を表すカウンタであってもよい。小数点を表現可能とするためにカウンタの構成が複雑になるが、例えば図１９に示すような構成であればカウンタに必要な回路規模の増加を抑制することができる。また、カウンタのスケール値は、信頼度が相対的に高いビットに対するスケール値（第２スケール値）を１とし、信頼度が相対的に低いビットに対するスケール値（第１スケール値）を１以下とする構成に限られず、第１スケール値≧第２スケール値を満たす関係であればよい。

図２０は、本実施形態に係る復号動作の概略例を示すフローチャートである。図２０に示すように、本実施形態に係る復号動作は、図１７に示した第５の実施形態に係る復号動作と同様の動作において、ステップＳ５０１〜Ｓ５０３がステップＳ６０１〜Ｓ６０２に置き換えられている。なお、ステップＳ２０６では、第５の実施形態と同様に、復号結果として、推定値の系列｛ｋ_Ｓ｝の代わりに事後ＬＬＲの系列｛ｌ_Ｓ｝が出力される。

ステップＳ２０６の復号に失敗し（ステップＳ２０７のＮＯ）、且つ、繰返し回数を示すカウント値Ｓが最大値Ｓ＿ｍａｘ以下である場合（ステップＳ２０９のＮＯ）、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５は、ステップＳ２０６の復号により得られた事後ＬＬＲの系列｛ｌ_Ｓ｝に対して推定値の系列｛ｋ_Ｓ｝を生成する（ステップＳ６０１）。

生成された推定値の系列｛ｋ_Ｓ｝は、推定通信路行列集計部１０４−６に入力される。ステップＳ５０２では、推定通信路行列集計部１０４−６は、推定ＬＬＲテーブル作成制御部１０３−５から入力された推定値の系列｛ｋ_Ｓ｝と、受信語バッファ１０６から入力された受信値の系列｛ｙ｝とから（ｋ_Ｓ，ｙ）の組を作成し、それぞれの組の度数を集計し、その集計結果に基づいて推定通信路行列若しくは度数分布を作成し、作成した推定通信路行列若しくは度数分布を推定ＬＬＲテーブル作成部１０５に入力する。

このとき、推定通信路行列集計部１０４−６は、絶対値が所定の閾値以下である事後ＬＬＲについては、図１９を用いて説明したようなスケール値（例えば２^−５）を１に乗じた値を度数として加算する。

推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、入力された推定通信路行列若しくは度数分布に基づき、例えば上述した式（３）〜（６）を用いることで、推定ＬＬＲテーブルを作成する。なお、作成した推定ＬＬＲテーブルは、ＬＬＲ変換部１０１−２へ入力される。

なお、推定ＬＬＲテーブル作成部１０５は、度数分布の値に予め定められた０より大きい補正値を加算した上で、ＬＬＲ値を算出してもよい。以下の式（７）は、この場合に用いることができるＬＬＲ値の算出式の例である。式（７）では、補正値を１としているが、０より大きい値であれば補正値は１以外であってもよい。

補正値を加算することにより、度数が０の場合に０による除算が生じることを回避可能となる。なお０による除算を回避する方法はこれに限られるものではなく、例えば、除数が０となる場合には除数を１に置き換えて演算する方法を適用してもよい。なお、このような０による除算を回避する方法は、本実施形態のみでなく、第２〜第５の実施形態に適用することもできる。

これまでは、信頼度として事後ＬＬＲの絶対値を用いる例を説明したが、これに限られるものではない。例えば、第２〜第４の実施形態のように推定値ｋを出力する復号器１０２−２が、さらに推定値ｋの信頼度を出力するように構成し、推定通信路行列集計部１０４−６が、復号器１０２−２が出力した信頼度を用いるように構成してもよい。

信頼度は、例えば、０および１の２値のフラグ（低信頼度フラグ）で表されてもよい。例えば低信頼度フラグは、値が０の場合、信頼度が高いことを表し、値が１の場合、信頼度が低いことを表す。この場合、推定通信路行列集計部１０４−６は、低信頼度フラグ＝１であるビットについては、度数をカウントするカウンタのスケール値を、低信頼度フラグ＝０であるビットに対するカウンタのスケール値以下の値となるように変換する。

信頼度は、低いか高いかの２値である必要はなく、３値以上で表されてもよい。例えば、信頼度として、０＝高信頼度、１＝中信頼度、２＝低信頼度の３値をとるフラグを用いてもよい。この場合、推定通信路行列集計部１０４−６は、フラグの値に応じて相互に異なるスケール値を用いて度数を集計する。例えば推定通信路行列集計部１０４−６は、フラグ＝１であるビットについては、度数をカウントするカウンタの値を、スケール値Ｓ１を用いて変換して集計する。推定通信路行列集計部１０４−６は、フラグ＝２であるビットについては、度数をカウントするカウンタの値を、スケール値Ｓ２（＜Ｓ１）を用いて変換して集計する。

信頼度として事後ＬＬＲの絶対値を用いる場合は、絶対値と２つ以上の閾値との比較結果に応じて異なるスケール値を用いて出現数を集計してもよい。例えば、閾値１＝２、閾値２＝４の２つの閾値を用いる場合は、絶対値が２より大きく４以下である場合に、カウンタの値をスケール値Ｓ１を用いて変換して集計し、絶対値が２以下である場合に、カウンタの値をスケール値Ｓ２（＜Ｓ１）を用いて変換して集計する。

本発明のいくつかの実施形態を説明したが、これらの実施形態は、例として提示したものであり、発明の範囲を限定することは意図していない。これら新規な実施形態は、その他の様々な形態で実施されることが可能であり、発明の要旨を逸脱しない範囲で、種々の省略、置き換え、変更を行うことができる。これら実施形態やその変形は、発明の範囲や要旨に含まれるとともに、特許請求の範囲に記載された発明とその均等の範囲に含まれる。

１ メモリシステム
１０ メモリコントローラ
１１ 制御部
１２ データバッファ
１３ メモリＩ／Ｆ
１４ 符号化／復号部
１５ ホストＩ／Ｆ
１６ 内部バス
１７ 符号化部
１８ 復号部
２０ 不揮発性メモリ
３０ ホスト
１０１、１０１−２ ＬＬＲ変換部
１０２、１０２−２、１０２−５ 復号器
１０３ 復号制御部
１０３−２、１０３−５ 推定ＬＬＲテーブル作成制御部
１０４ 推定通信路行列集計部
１０５ 推定ＬＬＲテーブル作成部
１０６ 受信語バッファ
１０７−３ 推定ＬＬＲテーブル補正部
１１１ パラメタ決定部
１８１ 硬判定復号部
１８２、１８２−３、１８２−５、１８２−６ 軟判定復号部

Claims (14)

1. 誤り訂正符号で符号化されたデータが記憶された不揮発性メモリと、
   前記不揮発性メモリから、前記データを読み出し、
   読み出された前記データと、尤度情報を計算するためのＬＬＲテーブルとから前記尤度情報を計算し、
   前記尤度情報に基づいて、読み出された前記データの復号処理のパラメタを決定し、
   決定された前記パラメタに基づいて前記復号処理を実行し、
   前記復号処理により得らえた復号結果を出力する、
   メモリコントローラと、
   を備えるメモリシステム。
2. 前記パラメタは、読み出された前記データのうち反転させるシンボルの範囲であり、
   前記メモリコントローラは、決定された前記範囲のシンボルのうち所定の数のシンボルを反転したデータに基づいて前記復号処理を実行する、
   請求項１に記載のメモリシステム。
3. 前記メモリコントローラは、前記尤度情報の絶対値が閾値以下であるシンボルの個数の読み出された前記データに含まれるシンボルの総数に対する割合に基づいて、前記範囲を決定する、
   請求項２に記載のメモリシステム。
4. 前記メモリコントローラは、前記割合が大きいほど前記範囲を大きい値に決定するように構成された、
   請求項３に記載のメモリシステム。
5. 前記メモリコントローラは、前記誤り訂正符号の符号長と前記割合との積に基づく値を前記範囲として決定する、
   請求項３に記載のメモリシステム。
6. 前記メモリコントローラは、前記尤度情報の絶対値が閾値以下であるシンボルの個数の標準偏差に基づく補正値を計算し、前記補正値で前記積を補正した値を前記範囲として決定する、
   請求項５に記載のメモリシステム。
7. 前記メモリコントローラは、前記補正値が大きいほど大きい値となる前記範囲を決定する、
   請求項６に記載のメモリシステム。
8. 前記メモリコントローラは、
   読み出された前記データおよび前記復号結果に基づいて前記ＬＬＲテーブルを作成し、
   前記ＬＬＲテーブルを用いて読み出された前記データを前記尤度情報に変換する、
   請求項１に記載のメモリシステム。
9. 前記誤り訂正符号は、ＢＣＨ（Bose-Chaudhuri-Hocquenghem）符号またはＲＳ（Reed-Solomon）符号である、
   請求項１に記載のメモリシステム。
10. 前記誤り訂正符号は、積符号であり、前記積符号を構成する行方向の成分符号、および、列方向の成分符号のそれぞれが、ＢＣＨ符号またはＲＳ符号である、
    請求項１に記載のメモリシステム。
11. 前記復号処理は、ＯＳＤ（Ordered Statistics Decoding）である、
    請求項１に記載のメモリシステム。
12. 前記復号処理は、Ｃｈａｓｅ復号である、
    請求項１に記載のメモリシステム。
13. 前記復号処理は、ＯＳＤおよびＣｈａｓｅ復号のうち少なくとも一方を繰り返し実行する、
    請求項１に記載のメモリシステム。
14. 前記メモリコントローラは、
    前記復号処理により、読み出された前記データの復号に失敗した場合、前記復号結果に基づいてＬＬＲテーブルを作成し、前記作成されたＬＬＲテーブルを使用して読み出された前記データを前記尤度情報に変換する、
    請求項１に記載のメモリシステム。

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