JP3303011B2 - 半導体メモリ装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、メモリ領域を複数
の物理ブロックに分割してなる半導体メモリ、例えばフ
ラッシュメモリと、主制御部で管理している論理アドレ
スに基づいて物理アドレスを検索するメモリ制御部とを
備えた半導体メモリ装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】メカニカルハードディスクに代えて半導
体ハードディスクを使用する試みがなされている。価格
及び容量の点ではメカニカルハードディスクの方に分が
あるが、スピード、消費電力、耐衝撃性、耐震動性、重
量、サイズ及び騒音の点では半導体ハードディスクの方
に分がある。半導体ハードディスクとしては、ＤＲＡＭ
やＳＲＡＭを使用することも検討されているが、最近に
おいてフラッシュメモリ（ＥＥＰＲＯＭ：Ｅｌｅｃｔｒ
ｉｃａｌｌｙ Ｅｒａｓａｂｌｅ Ｐｒｏｇｒａｍａｂ
ｌｅ ＲＯＭ）が注目されている。その理由はフラッシ
ュメモリはバッテリーバックアップが不要であり、また
素子構造が簡単であるので集積度を上げやすく、安価に
量産できるなどの利点を持っているからである。

【０００３】フラッシュメモリはメモリ領域を複数のブ
ロック（エリア）に分割し、各ブロックにはデータ領域
と冗長領域とが含まれる。データ領域はデータが書き込
まれる領域であり、冗長領域は、ブロックの良否を示す
情報やデータに発生したエラーを検出、修正するための
ＥＣＣコードなどの管理情報が書き込まれる領域であ
る。またフラッシュメモリは一括消去型電気的書き換え
可能素子であるため、上書きができず、消去済みのブロ
ックでなければ書き込むことができない。例えば書き込
み単位は２６４バイト〜５２８バイトであり、消去単位
は５２８バイト〜６４ｋバイトである。

【０００４】更にブロック群の中には製造時から不良で
あるものが含まれている他、消去、書き込む回数が有限
であることから後天不良になることもあり、そのため各
ブロックの冗長領域に既述のように良、否の情報が格納
される。ブロック群の中には予備ブロックが用意されて
いて、あるブロックが不良になると、今までそのブロッ
クに割り当てられていた論理アドレスが予備ブロックに
振り替えられることになる。このようにフラッシュメモ
リは不良ブロックを許容しているため、ホストコンピュ
ータ例えばパーソナルコンピュータ側で管理している論
理アドレスの数の方が、フラッシュメモリの物理アドレ
ス（物理ブロックの位置情報）の数よりも少ない関係に
あること、及び寿命となったブロックの代替え機能を持
っていることが必要である。

【０００５】こうしたことから論理アドレスに基づいて
物理ブロックをアクセスする手法として次のような手法
が知られている。

【０００６】（１）一つの方法として、図８に示すよう
に、論理アドレスを、不良ブロックを避けて使用可能な
ブロックに係る物理アドレスに変換するためのテーブル
１１を用いる。即ちメモリディスク１に設けられたメモ
リコントローラ１２は、フラッシュメモリ１３内の物理
ブロックにデータを書き込むときにその物理ブロックの
冗長領域に、当該物理ブロックに割り当てられた論理ア
ドレスを書き込み、このメモリディスク１が適用される
コンピュータを立上げるときに、各物理ブロックの冗長
領域を参照してその物理ブロックがいずれの論理アドレ
スと対応しているのかを把握して物理アドレスと論理ア
ドレスとの対応関係を示すテーブル１１を作成する。従
ってある物理ブロックが不良となってその物理ブロック
の代替えの物理ブロックが使用されていてもこのテーブ
ル１１を参照すれば、論理アドレスに対応する物理アド
レスが直ちに分かるので論理アドレスと物理アドレスと
の変換を高速に行うことができる。

【０００７】（２）他の方法として、図９の概念図に示
すように論理アドレスと物理アドレスとを１対１で対応
させる。先天不良及び後天不良のいずれの不良物理ブロ
ックについても代替えの物理ブロックを使用し、論理ア
ドレスに対応する物理ブロックに一旦アクセスし、不良
である場合には、代替えの物理ブロックを順次検索す
る。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】アドレスの大容量化に
よりブロック数が増大する傾向にあるため、上記（１）
に記載した変換テーブル方式の場合、変換テーブルを格
納するための大容量のＲＡＭを必要とし、またコンピュ
ータを立ち上げる度毎に変換テーブルの書き込みを行わ
なければならず、テーブルサイズが大型化するとその書
き込みに長い時間を要するので待ち時間が長くなってし
まう。

【０００９】また上記（２）に記載したいわばリニアア
ドレス方式は、ブロックが多くても大容量のＲＡＭを用
いなくて済むという利点はあるが、割り当てられた物理
ブロックが不良のときには予備ブロックを逐次検索して
代替えブロックを探さなければならず、アクセス時間が
極端に長くなる場合があり、例えばカメラの連写時のデ
ータ転送スピードに追いつかない場合が発生し得る。

【００１０】本発明は、このような事情の下になされた
ものであり、その目的は論理アドレスと物理アドレスと
の変換に必要なメモリが小型なもので済み、また最長ア
クセス時間が短い半導体メモリ装置を提供することを目
的とする。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明は、メモリ領域を
複数の物理ブロックに分割し、各物理ブロックにはデ−
タ領域と冗長領域とが含まれる半導体メモリと、主制御
部で管理される論理アドレスに対応する物理ブロックを
前記冗長領域を参照して検索するメモリ制御部と、を有
する半導体メモリ装置において、以下のように構成され
たことを特徴とするものである。 ａ．物理ブロックの冗長領域には当該物理ブロックに割
り当てられる論理アドレスが書き込まれる第１領域と後
述の位置情報が書き込まれる第２領域とが含まれる。 ｂ．論理アドレスを複数の系統に分け、同じ系統に属す
る論理アドレスが割り当てられる物理ブロックの集団を
連鎖集団として形成する。 ｃ．物理ブロックの各連鎖集団においてはｋ（ｋは１以
上の整数）番目の物理ブロックの前記第２領域に、（ｋ
＋１）番目の物理ブロックの位置情報が書き込まれる。 ｄ．メモリ制御部は検索対象となっている論理アドレス
がどの系統に属するのかを求め、その系統に対応する物
理ブロックの連鎖集団の１番目の物理ブロックから順に
論理アドレスを検索し、ｋ番目の物理ブロックに当該論
理アドレスが割り当てられていればその物理ブロックに
対してアクセスを行い、割り当てられていなければ当該
ｋ番目の物理ブロックの第２領域を参照して（ｋ＋１）
番目の物理ブロックを検索する機能を有する。

【００１２】

【発明の実施の形態】本発明の実施の形態に係る半導体
メモリ装置は、主制御部例えばホストコンピュータで管
理している論理アドレスを複数の系統に分け、各系統の
論理アドレスを半導体メモリ例えばフラッシュメモリの
良品ブロック（良品の物理ブロック）に割り当てると共
に、同じ系統に属する論理アドレスが割り当てられる物
理ブロックの集団を連鎖集団として形成する点に特徴が
ある。例えばｍ個の論理アドレスを一つの系統にまと
め、第１系統、第２系統…第ｎ系統に分けたとすると、
各系統に対応するフラッシュメモリのｍ個の物理ブロッ
クにおいて、１番目のブロックには２番目のブロックの
位置情報が書かれ、２番目のブロックには３番目のブロ
ックの位置情報が書かれ、…ｍ−１番目のブロックには
ｍ番目のブロックの位置情報が書かれ、こうして１番目
のブロックの位置情報が分かれば、順次ブロックをたど
っていくことができるように連鎖している。

【００１３】以下に全ブロック数が例えば１６３８４、
最大不良ブロック数が例えば３２７であるフラッシュメ
モリを用い、論理アドレス数を例えば１６０００とした
半導体メモリ装置を例にとって説明する。フラッシュメ
モリにおいては、フラッシュメモリの良品ブロックを、
１０００個を１グループとして１６グループに分け、残
った良品ブロックは代替えのための予備ブロックとして
残しておく。図１はフラッシュメモリの各ブロックに論
理アドレスが割り当てられた状態を概念的に示す説明図
であり、論理アドレスの０〜９９９を第１グループに割
り当て、論理アドレスの１０００から１９９９を第２グ
ループに割り当て、論理アドレスの２０００から２９９
９を第３グループに割り当て、…論理アドレスの１５０
００から１５９９９を第１６グループに割り当てる。図
１において実線の枠は物理ブロック、枠内の数字は論理
アドレスを夫々示す。

【００１４】この例においては論理アドレスの横の並び
が同一系統の論理アドレスに相当する。即ち０、１００
０、２０００、３０００、…１５０００の論理アドレス
は第１系統に属し、１、１００１、２００１、３００１
…１５００１の論理アドレスは第２系統に属し、…９９
９、１９９９、２９９９、…１５９９９は第１０００系
統に属する。そして同じ系統に属する論理アドレスが割
り当てられた物理ブロック群、例えば第１系統の論理ア
ドレスが割り当てられた１６個の物理ブロックにおいて
は、１グループの物理ブロックには２グループの物理ブ
ロックの位置を示す位置情報（物理アドレス）が予め書
き込まれ、２グループの物理ブロックには３グループの
物理アドレスが予め書き込まれ、…１５グループの物理
ブロックには１６グループの物理アドレスが予め書き込
まれている。これは他の系統についても同様である。

【００１５】このような物理ブロックの連鎖について、
図２に示すようにフラッシュメモリの構成と共に説明す
ると、フラッシュメモリの各物理ブロックは、データを
書き込むためのデータ領域とその物理ブロックの管理情
報を書き込むための冗長領域とを備えている。冗長領域
は、その物理ブロックに割り当てられた論理アドレスを
書き込むための第１領域と、当該物理ブロックに係るグ
ループの次のグループに属する物理ブロックの位置情報
（物理アドレス）を書き込むための第２領域とを備え、
更にデータ読み出し時のエラー検出のためのＥＣＣなど
を書き込む領域や物理ブロックの良否の情報を書き込む
領域などを含んでいる。

【００１６】図２において便宜上先頭に「Ａ」を付した
符号を物理アドレスとすると、良品の物理ブロックの冗
長領域の第１領域には、予めその物理ブロックに割り当
てられた論理アドレスが書き込まれている。この例では
物理アドレスがＡ０から始まってＡ１５９９９までの物
理ブロックを主メモリ領域とし、Ａ０には論理アドレス
０を、Ａ１には論理アドレス１を、…Ａ１５９９９には
論理アドレス１５９９９を夫々割り当てると共に、Ａ１
６０００以降の物理ブロックを予備ブロックとしてい
る。

【００１７】そして論理アドレス０が割り当てられた第
１グループの物理ブロック（Ａ０）の冗長領域の第２領
域には、第２グループの論理アドレス１０００が割り当
てられた物理アドレスつまりＡ１０００が書き込まれて
おり、論理アドレス１０００が割り当てられた第２グル
ープの物理ブロック（Ａ１０００）の冗長領域の第２領
域には、論理アドレス２０００が割り当てられた第３グ
ループの物理アドレスつまりＡ２０００が書き込まれて
いる。即ち論理アドレス０、１０００、２０００…１５
０００は第１系統に属するので、この第１系統の論理ア
ドレスが割り当てられた物理ブロックＡ０、Ａ１００
０、Ａ２０００…Ａ１５０００の冗長領域の第２領域に
は、各物理ブロックの次の物理ブロックのアドレスが書
き込まれる。

【００１８】ここで、後述のメモリコントローラ側で
は、第１系統に係る物理アドレスは把握していないが、
先頭の物理ブロックのアドレスがＡ０であることが分か
れば、後は第２領域を順次たどっていくことにより連鎖
集団をなす１６個の物理ブロックの位置を把握すること
ができる。第１系統を例にとって述べたが、第２系統以
降の各系統についても同様である。

【００１９】次に本実施の形態に係る半導体メモリ装置
のハード構成について図３を参照しながら説明すると、
２は半導体メモリ装置に相当するメモリディスクであ
り、このメモリディスク２は、上述のように構成された
複数のフラッシュメモリ３、メモリ制御部であるメモリ
コントローラ４及びアドレステーブル５を備えている。
メモリコントローラ４はインターフェイス２１を介して
主制御部であるホストコンピュータ６に接続されてお
り、ホストコンピュータ６から送られたデータを、その
データに係る論理アドレスに対応するフラッシュメモリ
３の物理ブロックに書き込み、またホストコンピュータ
６にて指定された論理アドレスに対応するフラッシュメ
モリ３内のデータを読み出してホストコンピュータ６に
送る機能を有している。

【００２０】メモリコントローラ４は、機能的なブロッ
クとして捉えると演算部４１、検索部４２及び処理部４
３を備えている。演算部４１は、ホストコンピュータ６
側から指定された論理アドレスがいずれの系統に属する
のかを演算により求める機能を有し、図１及び図２に示
した例でいえば、論理アドレス番号を系統数で割り算
し、その余りを求めることにより系統番号が得られるよ
うに構成されている。例えば論理アドレス番号が５００
９であれば、系統数１０００で割り算することによりそ
の余りが９であるから、系統番号は９となる。

【００２１】アドレステーブル５は論理アドレスの系統
番号がいずれのフラッシュメモリ３の１グループのいず
れの物理ブロックのアドレスに対応するのかを示すテー
ブルであり、例えばＲＡＭ内に格納されている。ただし
前記検索部４２は、演算部４１で求めた系統番号に対応
するフラッシュメモリ３の１グループの物理ブロックの
アドレスをアドレステーブル５を参照して求め、その物
理ブロックのアドレスから順に論理アドレスを検索する
機能を有する。この検索は、既述したように１グループ
の物理ブロックから順に第２領域の位置情報をたどって
いくことにより、論理アドレスに割り当てられた物理ブ
ロックを見つける処理である。

【００２２】また前記処理部４３は、検索部４２により
論理アドレスに対応する物理ブロックが探し当てられた
後、その物理ブロックのデータ領域に、ホストコンピュ
ータ６から送られてきたデータを書き込んだりあるいは
物理ブロックのデータ領域からデータを読み出したりす
る機能を有する。

【００２３】このような半導体メモリ装置の動作につい
て述べる。フラッシュメモリ３の良品の物理ブロックの
第１領域にはそのブロックに割り当てられる論理アドレ
スを、第２領域には次の物理ブロックの位置情報（物理
アドレス）を夫々予め書き込んでおく。コンピュータを
用いて制御を行う場合、データの書き込み速度よりも読
み出し速度が問題であり、本実施の形態では読み出しの
高速化を図れる点が一つの利点であるが、読み出し動作
についてふれる前に、データの書き込み動作について図
４及び図５を参照しながら述べておく。

【００２４】今図４のステップＳ１で示すようにホスト
コンピュータ６からある論理アドレスｎに対してデータ
の書き込み命令がメモリディスク２に送られたとする
と、ステップＳ２にて演算部４１により論理アドレスｎ
がどの系統に属するのかを演算により求める。例えば図
１の例でｎが２００２であれば、２００２を系統数１０
００で割った余りは２であり、この論理アドレスｎは系
統番号２に属していることが分かる。

【００２５】そして検索部４２によりアドレステーブル
５を参照して系統番号に対応するフラッシュメモリ３の
第１グループの物理ブロックのアドレスを求める（ステ
ップＳ３）。なお実際にはフラッシュメモリ３は複数設
けられているので、論理アドレスの系統番号に対応する
フラッシュメモリとそのフラッシュメモリ内の物理ブロ
ックのアドレスとが求まるのであるが、この動作説明で
は便宜上フラッシュメモリが１個であるとして取り扱
う。そして前記系統番号に対応する物理ブロックの連鎖
集団の１番目の物理ブロックから順に冗長領域の第１領
域を参照して、論理アドレスｎが割り当てられている物
理ブロックを検索する。この検索は、ステップＳ４〜Ｓ
７に相当する。

【００２６】図２に示すように例えばｎが２００２であ
れば、対応する物理ブロックの連鎖集団の１番目の物理
ブロックの位置（アドレス）はＡ２であり、先ずＡ２の
第１領域を参照する。ここに書かれている論理アドレス
は２であるから、Ａ２の第２領域を参照して２番目の物
理ブロックの位置を把握する。次に２番目の物理ブロッ
クＡ１００２に対しても同様の検索を行い、連鎖してい
る物理ブロックを順次たどっていくと、この例では３番
目のＡ２００２の物理ブロックにて論理アドレス２００
２が割り当てられており、この物理ブロックにデータを
書き込む（ステップＳ８）。

【００２７】そしてデータが書き込めたか否かを判断し
て（図５に示すステップＳ９）、書き込めればフローを
終了し、書き込めなければその物理ブロックは不良であ
るから「書き込み」のフラグを立てず、予備ブロックの
空きブロックに代替させて当該空きブロックのデータ領
域にデータを書き込むと共に、割り当てられている論理
アドレスを第１領域に書き込み、更に第２領域に次の
（ｋ＋１番目の）物理ブロックのアドレスを書き込む
（ステップＳ１０）。

【００２８】ただしこのままでは次の検索のときに、こ
の空きブロックの位置を見つけることができないので、
ｋが１であるか否か（物理ブロックが先頭であるか否
か）を判断し（ステップＳ１１）、ｋが１でなければ、
一つ前の（ｋ−１番目の）物理ブロックの第２領域に、
当該空きブロックの位置を書き込み、連鎖が途切れない
ようにしておく（ステップＳ１２）。ｋが１であればア
ドレステーブル５における、対応する物理ブロックの位
置情報を予備ブロックの位置情報に書き換える（ステッ
プＳ１３）。

【００２９】図６は、論理アドレス２００２を物理ブロ
ックＡ２００２に書き込もうとしたところ、不良になっ
ていた場合を示し、予備ブロックの例えばＡ１６０００
のブロックが代替使用されている。この場合には不良ブ
ロックＡ２００２の１つ前の物理ブロックＡ１００２の
第２領域に書かれている位置情報がＡ２００２からＡ１
６０００に書き換えられる。

【００３０】またフラッシュメモリ３からデータを読み
出す場合にも図４のステップＳ１〜Ｓ８と同様にしてメ
モリコントローラ４が論理アドレスに対応する物理ブロ
ックを検索し、対応する物理ブロックからデータを読み
出す。例えば図５に示したように予備メモリ領域のＡ１
６０００に割り当てられた論理アドレスのデータを読み
出す場合、１グループのＡ２の物理ブロックから順にた
どっていき、第２グループのＡ１００２の物理ブロック
の第２領域には、Ａ１６０００が既に書き込まれている
ので（図６の状態はＡ１６０００に書き換えられる前で
ある）、Ａ１６０００の物理ブロックにたどり着くこと
ができる。なお上述の説明では便宜上物理ブロックのア
ドレスは連続番号としてあるが、先天不良の物理ブロッ
クが含まれている場合には、そのブロックは使用されな
いので欠番とされる。

【００３１】上述実施の形態によれば、論理アドレスと
物理アドレスとの変換にテーブルを必要とするが、従来
の変換テーブル法（図８の方法）のようにすべての論理
アドレスと物理アドレスとの対応付けを行うのではな
く、論理アドレスが属する系統番号と物理ブロックの連
鎖集団の先頭の物理アドレスとの対応付けを行うもので
あるから、ＲＡＭのサイズが変換テーブル法に比べて例
えば約１／１７程度で済む。変換テーブル法のメモリ
は、例えば１６個のフラッシュメモリを管理するだけで
３，６７０，０１６ビット必要となる。これは４Ｍビッ
トＳＲＡＭ１個に相当する。

【００３２】これに比べ、連鎖法では２５６，０００ビ
ットで済み、２５６ｋビットＳＲＡＭ１個で足りる。そ
してアクセスについては、予備ブロック領域を使用して
いるか否かにかかわらず、最大でも１６回、平均で８回
であり、変換テーブル法よりは長いが、十分な高速性を
確保できる。従来のリニアアドレス法（図８の方法）で
は確率的には少ないが、既述のように非常に長い場合が
起こり得る。本実施の形態では最低転送スピードが保証
されているので、カメラの転写時のデータ転送スピード
に追いつかなくなるといったおそれもない。

【００３３】本実施の形態（連鎖法）と従来方法とにつ
いて、上述の例に基づき、性能比較を行うと次のように
表わせる。

【００３４】 変換テーブル法 リニアアドレス法 連鎖法 最大読出回数 １ ３８４ １６ ＲＡＭサイズ 16384w/14bit ０ 1000w/10bit 以上において上述の実施の形態では、連鎖集団の先頭の
物理ブロックから一つ一つ論理アドレスが割り当てられ
ている物理ブロックであるか否かを検索しているが、メ
モリコントローラ４にて、ホストコンピュータ６から指
定された論理アドレスがどの系統に属するかのみなら
ず、連鎖集団の何番目の物理ブロックに対応するのかを
も求め、一つ一つの物理ブロックに対して論理アドレス
のマッチングを判定することなく、その順番位置の物理
ブロックまで一気にたどっていって当該物理ブロックの
データを読み出す、あるいは当該物理ブロックにデータ
を書き込むようにしてもよい。

【００３５】上述の例でいえば、演算部４１にて論理ア
ドレスの番号を系統数で割った商に１を加えた値が順番
位置となる。例えば論理アドレスが２００２であれば系
統数１０００で割った商は２であるから、物理ブロック
の順番位置は３番となる。このような手法でデータを読
み出す場合のフローチャートを図６に示す。即ち論理ア
ドレスｎの読み出し命令に基づき（ステップＳ１）、そ
の論理アドレスｎの連鎖集団の順番位置を求める（ステ
ップＳ２）と共に、アドレステーブルを参照して第１グ
ループの物理ブロックアドレスを求め（ステップＳ
３）、連鎖集団の物理ブロックを前記順番位置までたど
っていって（ステップＳ４）、その物理ブロックのデー
タを読み出す（ステップＳ５）。

【００３６】以上において論理アドレスは主制御部例え
ばホストコンピュータで管理されるものであるが、メモ
リディスク装置に対するデータのアクセスは、ＣＰＵを
介在させることに限られるものではなく、例えばダイレ
クトアクセスメモリ（ＤＭＡ）との間で行う場合も本発
明に含まれる。なお半導体メモリとしては不良ブロック
を許容するものであればフラッシュメモリに限られな
い。

【００３７】

【発明の効果】以上のように本発明の半導体メモリ装置
は、論理アドレスと物理アドレスとの交換に必要なメモ
リが小型なもので済み、また最長アクセス時間が短いと
いう効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態に係るフラッシュメモリの
各物理ブロックに論理アドレスが割り当てられた状態を
概念的に示す説明図である。

【図２】フラッシュメモリの構成と物理ブロックが連鎖
している状態とを示す説明図である。

【図３】本発明の実施の形態に係る半導体メモリ装置の
ハード構成について示すブロック図である。

【図４】フラッシュメモリにデータを書き込むときの動
作を示すフローチャートである。

【図５】フラッシュメモリにデータを書き込むときの動
作を示すフローチャートである。

【図６】フラッシュメモリの構成と物理ブロックが連鎖
している状態とを示す説明図である。

【図７】本発明の他の実施の形態においてフラッシュメ
モリからデータを読み出すときの動作を示すフローチャ
ートである。

【図８】従来の半導体メモリ装置において物理アドレス
を検索する手法の一例を示す説明図である。

【図９】従来の半導体メモリ装置において物理アドレス
を検索する手法の他の例を示す説明図である。

【符号の説明】

２ メモリディスク ３ フラッシュメモリ ４ メモリコントローラ ４１ 演算部 ４２ 検索部 ４３ 処理部 ５ アドレステーブル ６ ホストコンピュータ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平７−182240（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−115175（ＪＰ，Ａ) 特開 平10−11355（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−64851（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−158443（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−281951（ＪＰ，Ａ) 特開 平７−191892（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/16 G06F 12/02 G06F 12/00 G11C 16/02 G11C 29/00

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 メモリ領域を複数の物理ブロックに分割
   し、各物理ブロックにはデ−タ領域と冗長領域とが含ま
   れる半導体メモリと、主制御部で管理される論理アドレ
   スに対応する物理ブロックを前記冗長領域を参照して検
   索するメモリ制御部と、を有する半導体メモリ装置にお
   いて、 以下のように構成されたことを特徴とする半導体メモリ
   装置。 ａ．物理ブロックの冗長領域には当該物理ブロックに割
   り当てられる論理アドレスが書き込まれる第１領域と後
   述の位置情報が書き込まれる第２領域とが含まれる。 ｂ．論理アドレスを複数の系統に分け、同じ系統に属す
   る論理アドレスが割り当てられる物理ブロックの集団を
   連鎖集団として形成する。 ｃ．物理ブロックの各連鎖集団においてはｋ（ｋは１以
   上の整数）番目の物理ブロックの前記第２領域に、（ｋ
   ＋１）番目の物理ブロックの位置情報が書き込まれる。 ｄ．メモリ制御部は検索対象となっている論理アドレス
   がどの系統に属するのかを求め、その系統に対応する物
   理ブロックの連鎖集団の１番目の物理ブロックから順に
   論理アドレスを検索し、ｋ番目の物理ブロックに当該論
   理アドレスが割り当てられていればその物理ブロックに
   対してアクセスを行い、割り当てられていなければ当該
   ｋ番目の物理ブロックの第２領域を参照して（ｋ＋１）
   番目の物理ブロックを検索する機能を有する。