JP4332134B2 - Memory controller, flash memory system, and flash memory control method - Google Patents
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Description
本発明は、メモリコントローラ及び当該メモリコントローラを備えるフラッシュメモリシステムに関する。 The present invention relates to a memory controller and a flash memory system including the memory controller.
パーソナルコンピュータ等のCPU(Central Processing Unit)を備えた装置は、その動作を定義するプログラム等のデータを、不揮発性の記録媒体に格納している。そして、装置を起動する際、当該記録媒体に格納されたプログラム等を読み出して実行することにより、所定の動作を実現する。従来、このような用途に用いられる記録媒体として、ROM(Read Only Memory)やハードディスクが用いられることが多かった。 An apparatus having a CPU (Central Processing Unit) such as a personal computer stores data such as a program that defines its operation in a nonvolatile recording medium. When the apparatus is started, a predetermined operation is realized by reading and executing a program stored in the recording medium. Conventionally, ROM (Read Only Memory) and hard disks are often used as recording media for such applications.
しかし、近年、フラッシュメモリの性能(記憶容量、信頼性、動作速度等)が向上し、上述のような不揮発性の記録媒体として、プログラム等を格納する用途に用いられつつある。 However, in recent years, the performance (storage capacity, reliability, operation speed, etc.) of flash memory has been improved, and it is being used for the purpose of storing programs and the like as a nonvolatile recording medium as described above.
ところで、上述の用途にフラッシュメモリを用いる場合、データの書き換え途中での電源断等のトラブルによりデータが正常に書き込まれない状況が生じると、当該データに従って動作する装置は、所望の動作ができなくなるおそれがある。 By the way, when a flash memory is used for the above-mentioned application, if a situation occurs in which data is not normally written due to a trouble such as a power cut during data rewriting, a device that operates according to the data cannot perform a desired operation. There is a fear.
このような問題を回避するため、データの書き換え後に、チェックサムが期待値と整合しているかを確認し、整合していない場合には、意図せぬプログラムを実行しないように所定の動作をする手法が提案されている(例えば特許文献1を参照)。
しかしながら、フラッシュメモリに格納されたデータが、不正により書き換られた場合、当該データに従って動作する装置が意図せぬ動作をするおそれがある。 However, when the data stored in the flash memory is rewritten illegally, a device that operates according to the data may perform an unintended operation.
本発明は上記の実情に鑑みてなされてもので、データが不正な手段により書き換られたことを検出できるフラッシュメモリの制御方法、メモリコントローラ及び当該メモリコントローラを備えるフラッシュメモリシステムを提供することを目的とする。 The present invention has been made in view of the above circumstances, and provides a flash memory control method, a memory controller, and a flash memory system including the memory controller, which can detect that data has been rewritten by unauthorized means. Objective.
本発明の第1の観点に係るメモリコントローラは、ページ単位で書き込みと読み出しが行われ、物理ブロック単位で消去が行われるフラッシュメモリを記憶媒体として利用するホストシステムからの命令に応答して、フラッシュメモリに対するアクセスを制御するメモリコントローラであって、ホストシステムから与えられる論理アドレスとフラッシュメモリ内の記憶領域を特定する物理アドレスとの対応関係を物理ブロック単位で管理するアドレス管理手段と、前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、ホストシステムから与えられるデータをフラッシュメモリに書き込む書き込み手段と、前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、フラッシュメモリに書き込まれているデータを読み出す読み出し手段と、前記読み出し手段により読み出されたデータを所定のビット数毎に区切って順次加算することによりチェックサム値を算出するチェックサム算出手段とを備え、ホストシステムからチェックサム値の算出を指示する算出命令が与えられたときに、前記読み出し手段は、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを読み出し、前記チェックサム算出手段は、前記算出命令により指定されるビット数に基づいて前記所定のビット数を決定し、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを対象として前記チェックサム値を算出する、ことを特徴とする。 Memory controller according to the first aspect of the present invention, writing and reading are performed in units of pages, in response to a command from the host system erased in units of physical blocks is used as a flash memory storage medium is performed, off A memory controller for controlling access to a rush memory , the address management means for managing a correspondence relationship between a logical address given from a host system and a physical address for specifying a storage area in a flash memory in units of physical blocks; according to the corresponding relationship of the address and the physical address, and write no manual-out write means to write data given from the host system to the flash memory, according to the corresponding relationship between the logical address and the physical address are written to the flash memory be read only lenders out readings of the data When, a checksum calculation means for calculating a checksum value by sequentially adding separate the front Symbol data read Ri by the reading means for each predetermined number of bits, checksum value from the host system When a calculation command for instructing calculation is given, the reading means reads data written in a storage area in the flash memory corresponding to a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation command. The checksum calculation means determines the predetermined number of bits based on the number of bits specified by the calculation instruction, and stores the logical address or range of logical addresses specified by the calculation instruction in the flash memory. to calculate the checksum value of the data written in the storage area as a target, characterized in that
本発明の第2の観点に係るフラッシュメモリシステムは、上記第1の観点に係るメモリコントローラと、フラッシュメモリとを備えることを特徴とする。 Flash memory system according to a second aspect of the present invention is characterized with a memory controller according to the first aspect, further comprising a flash memory.
本発明の第3の観点に係るフラッシュメモリの制御方法は、ページ単位で書き込みと読み出しが行われ、物理ブロック単位で消去が行われるフラッシュメモリを記憶媒体として利用するホストシステムからの命令に応答して、フラッシュメモリに対するアクセスを制御するフラッシュメモリの制御方法であって、ホストシステムから与えられる論理アドレスとフラッシュメモリ内の記憶領域を特定する物理アドレスとの対応関係を物理ブロック単位で管理するアドレス管理ステップと、前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、ホストシステムから与えられるデータをフラッシュメモリに書き込む書き込みステップと、前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、フラッシュメモリに書き込まれているデータを読み出す読み出しステップと、前記読み出しステップにより読み出されたデータを所定のビット数毎に区切って順次加算することによりチェックサム値を算出するチェックサム算出ステップとを備え、ホストシステムからチェックサム値の算出を指示する算出命令が与えられたときに、前記読み出しステップでは、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを読み出し、前記チェックサム算出ステップでは、前記算出命令により指定されるビット数に基づいて前記所定のビット数を決定し、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを対象として前記チェックサム値を算出する、ことを特徴とする。 The flash memory control method according to the third aspect of the present invention responds to a command from a host system that uses a flash memory that is written and read in units of pages and erased in units of physical blocks as a storage medium. A flash memory control method for controlling access to the flash memory, which manages the correspondence between a logical address given by a host system and a physical address for specifying a storage area in the flash memory in units of physical blocks Writing to the flash memory according to the correspondence between the logical address and the physical address, and writing to the flash memory according to the correspondence between the logical address and the physical address, and writing into the flash memory according to the correspondence between the logical address and the physical address. de you are Comprising steps of: reading the data, and a checksum calculation step of calculating a checksum value by sequentially summing separated data read by said reading step every predetermined number of bits, checksum value from the host system When a calculation instruction for instructing calculation is given, in the reading step, data written in a storage area in the flash memory corresponding to a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation instruction is read. In the checksum calculation step, the predetermined number of bits is determined based on the number of bits specified by the calculation instruction, and a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation instruction is stored in the flash memory. For data written to the storage area To calculate the checksum value, wherein the.
本発明によれば、フラッシュメモリから読み出したデータを所定のビット毎に区切って加算することで得られるチェックサム値によって、データが不正な手段により書き換られたことを検出できる。 According to the present invention, it is possible to detect that data has been rewritten by an illegal means by using a checksum value obtained by dividing and adding data read from the flash memory every predetermined bit.
以下、図面に基づき、本発明の実施の形態について詳細に説明する。 Hereinafter, embodiments of the present invention will be described in detail with reference to the drawings.
[フラッシュメモリシステム1の説明]
図1は、本発明に係るフラッシュメモリシステム1を概略的に示すブロック図である。図1に示したようにフラッシュメモリシステム1は、フラッシュメモリ2と、それを制御するコントローラ3で構成されている。
[Description of flash memory system 1]
FIG. 1 is a block diagram schematically showing a
なお、フラッシュメモリシステム1は、外部バス13を介してホストシステム4と接続される。ホストシステム4は、ホストシステム4の全体の動作を制御するためのCPU(Central Processing Unit)、フラッシュメモリシステム1との情報の授受を担うコンパニオンチップ等から構成される。ホストシステム4は、例えば、文字、音声、あるいは画像情報等の種々の情報を処理するパーソナルコンピュータやデジタルスチルカメラをはじめとする各種情報処理装置であってもよい。
The
コントローラ3は、マイクロプロセッサ6と、ホストインターフェースブロック7と、ワークエリア8と、バッファ9と、フラッシュメモリインターフェースブロック10と、ECC(エラー・コレクション・コード)ブロック11と、ROM(Read Only Memory)12と、から構成される。これら機能ブロックによって構成されるコントローラ3は、一つの半導体チップ上に集積される。以下に各機能ブロックについて説明する。
The
マイクロプロセッサ6は、ROM12に記録されたプログラムに従って、コントローラ3の全体の動作を制御する。具体的には、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリ2にデータを書き込むための書き込み処理、データを読み出すための読み出し処理、チェックサム値を算出するためのチェックサム処理、アドレス変換テーブルの作成、消去済ブロック検索用テーブルの作成等の処理を実行するように各部を制御する。
The
ホストインターフェースブロック7は、ホストシステム4とデータ、アドレス情報、ステータス情報、外部コマンド情報等の授受を行なう。すなわち、フラッシュメモリシステム1とホストシステム4は、外部バス13を介して相互に接続される。かかる状態において、ホストシステム4よりフラッシュメモリシステム1に供給されるデータ等は、ホストインターフェースブロック7を入口としてコントローラ3の内部に取り込まれ、フラッシュメモリシステム1からホストシステム4に供給されるデータ等は、ホストインターフェースブロック7を出口としてホストシステム4に供給される。
The
より詳細には、ホストインターフェースブロック7は、ホストシステム4より供給される外部コマンドを一時的に格納するコマンドレジスタ、書き込み又は読み出しを行うデータのサイズを格納するセクタ数レジスタ、書き込み又は読み出しを行うデータの論理ブロックアドレスを格納するLBA(Logical Block Addressing)レジスタ、等を有する。そして、これらのレジスタを介してホストシステム4との情報の授受を行う。
More specifically, the
ワークエリア8は、フラッシュメモリ2の制御に必要なデータが一時的に格納される作業領域であり、複数のSRAM(Static Random Access Memory)セルによって構成される。
The
バッファ9は、フラッシュメモリ2から読み出したデータ及びフラッシュメモリ2に書き込むデータを一時的に保持する。
The
フラッシュメモリインターフェースブロック10は、内部バス14を介して、フラッシュメモリ2とデータ、アドレス情報、ステータス情報、内部コマンド情報等の授受を行う。
The flash
ECCブロック11は、フラッシュメモリ2に書き込むデータに付加されるエラーコレクションコードを生成するとともに、読み出しデータに付加されたエラーコレクションコードに基づいて、読み出したデータに含まれる誤りを検出・訂正する。
The ECC block 11 generates an error correction code added to data to be written to the
ROM12は、マイクロプロセッサ6による処理の手順を定義するプログラムを格納する不揮発性の記憶素子である。また、ROM12は、上記のプログラムの他、チェックサム処理において用いられるパスワードを格納する。
The
[フラッシュメモリの説明]
次に、フラッシュメモリ2について説明する。図2は、フラッシュメモリ2のメモリ構造を概略的に示す図である。図2に示したように、フラッシュメモリ2はデータの読み出し及び書き込みにおける処理単位であるページと、データの消去単位であるブロックで構成されている。
[Description of flash memory]
Next, the
上記ページは、例えば、512バイトのユーザ領域25と、16バイトの冗長領域26によって構成される。ユーザ領域25は、主に、ホストシステム4から供給されるデータが格納される領域であり、冗長領域26は、エラーコレクションコード、ブロックステータス、対応論理ブロックアドレス、新旧識別情報等の付加情報が格納される領域である。
The page is composed of a 512-
エラーコレクションコードは、ユーザ領域25及び冗長領域26に格納されたデータに含まれる誤りを訂正するための付加情報であり、ECCブロック11によって生成される。このエラーコレクションコードに基づき、ユーザ領域25及び冗長領域26に格納されたデータに含まれる誤りが所定数以下であれば、その誤りが訂正される。
The error collection code is additional information for correcting an error included in the data stored in the
ブロックステータスは、そのブロックが不良ブロック(正常にデータの書き込み等を行なうことができないブロック)であるか否かを示すフラグであり、そのブロックが不良ブロックであると判断された場合には、不良ブロックであることを示すフラグが設定される。 The block status is a flag indicating whether or not the block is a bad block (a block in which data cannot be normally written). If it is determined that the block is a bad block, the block status is bad. A flag indicating a block is set.
対応論理ブロックアドレスは、そのブロックにデータが格納されている場合に、そのブロックがどの論理ブロックアドレスに対応するかを示している。なお、そのブロックにデータが格納されていない場合は、対応論理ブロックアドレスも格納されていないので、対応論理ブロックアドレスが格納されているか否かで、そのブロックが消去済ブロックであるか否かを判断することができる。つまり、対応論理ブロックアドレスが格納されていない場合は消去済ブロックであると判断できる。 The corresponding logical block address indicates to which logical block address the block corresponds when data is stored in the block. If no data is stored in the block, the corresponding logical block address is not stored, so whether the corresponding logical block address is stored or not is determined whether the block is an erased block. Judgment can be made. That is, when the corresponding logical block address is not stored, it can be determined that the block is an erased block.
新旧識別情報は、そのブロックの対応論理ブロックアドレスに書き込まれたデータの更新順序の先後を識別するための情報である。例えば、新旧識別情報は、同一の論理ブロックアドレスに対応するブロックのデータが更新される度に、1ずつ加算される。そして、データの更新途中に電源が切断される等により、同一の対応論理ブロックアドレスをもつブロックが並存した場合には、新旧識別情報の値が大きいブロックのデータが最新のデータとして識別される。 The old and new identification information is information for identifying the update order of data written to the corresponding logical block address of the block. For example, the new / old identification information is incremented by one each time the data of the block corresponding to the same logical block address is updated. Then, when blocks having the same corresponding logical block address coexist due to the power being cut off during the data update, the data of the block having a large new / old identification information value is identified as the latest data.
本実施の形態のフラッシュメモリ2では、図3に示すように、各情報を割り当てるものとする。すなわち、新旧識別情報には最上位の1バイトが割り当てられる。また、対応論理ブロックアドレスには、次の2バイトが割り当てられる。また、ブロックステータスには次の1バイトが割り当てられる。また、ユーザ領域25に書き込まれているデータに含まれる誤りを訂正するためのエラーコレクションコードには次の10バイトが割り当てられる。また、冗長領域26に書き込まれている対応論理ブロックアドレスに含まれる誤りを検出・訂正するためのエラーコレクションコードには、次の2バイトが割り当てられる。
In the
[論理ブロックアドレスと物理ブロックアドレスの説明]
フラッシュメモリ2はデータの上書きができないため、データの書き換えを行なう場合には、ブロック消去されている消去済ブロックに新たなデータ(書き換え後のデータ)を書き込み、古いデータ(書き換え前のデータ)が書き込まれていたブロックを消去するという2段階の処理を行なわなければならない。このとき、消去はブロック単位で処理されるため、古いデータ(書き換え前のデータ)が書き込まれていたページが含まれるブロックの、全ページのデータが消去されてしまう。従って、データの書き換えを行なう場合、書き換えるページが含まれるブロックの、他のページのデータについても、消去済ブロックに移動させる処理が必要となる。
[Description of logical block address and physical block address]
Since the
上記のようにデータを書き換える場合、書き換え後のデータは書き換え前と異なるブロックに書き込まれるため、ホストシステム4側から与えられる論理ブロックアドレスと、フラッシュメモリ2内でのブロックアドレスである物理ブロックアドレスとの対応関係は、データを書き換える毎に動的に変化する。このため、論理ブロックアドレスと物理ブロックアドレスの対応関係を示したアドレス変換テーブルが必要となる。なお、このアドレス変換テーブルは、フラッシュメモリ2の冗長領域26に書き込まれている対応論理ブロックアドレスに基づいて作成され、データが書き換えられる毎に、その書き換えに関わった部分の対応関係が更新される。
When data is rewritten as described above, the data after rewriting is written in a block different from that before rewriting. The correspondence relationship changes dynamically every time data is rewritten. For this reason, an address conversion table showing the correspondence between logical block addresses and physical block addresses is required. This address conversion table is created based on the corresponding logical block address written in the
[ゾーンの構成の説明]
次に、フラッシュメモリ2内の複数のブロックで構成したゾーンを、論理ブロックアドレスの空間に割当てるゾーン管理について図面を参照して説明する。図4は、512のブロックでゾーンを構成した例を示している。図4に示した例では、ゾーンは、512のブロックB0000〜B0511(物理ブロックアドレスの0000〜0511)で構成され、各ブロックは、読み出し及び書き込み処理の単位である32のページP00〜P31で構成されている。ここで、ブロックは消去処理の単位であり、ページは読み出し及び書き込み処理の単位である。
[Description of zone configuration]
Next, zone management for assigning a zone composed of a plurality of blocks in the
また、このゾーンを、論理ブロックアドレスの空間に割当てる場合、不良ブロックの発生を考慮して、ゾーンを構成するブロック数よりも少ないブロック数の論理ブロックアドレスの空間に割当てられる。この割当は、通常、フラッシュメモリ2の仕様に応じて行なわれるが、例えば、512のブロックで構成されたゾーンを、500ブロック分の論理ブロックアドレスの空間に割当てたり、490ブロック分の論理ブロックアドレスの空間に割当てたりすることができる。この際、論理ブロックアドレスの空間に割当てるブロック数を増やせば、フラッシュメモリの使用効率は良くなるが、不良ブロックの発生に対する許容量(許容できる不良ブロックの発生数)は少なくなる。
なお、本実施の形態のフラッシュメモリシステム1においては、図5に示すように、512ブロックで構成されたゾーンを、496ブロック分の論理ブロックアドレスの空間に割当てるものとする。
In addition, when this zone is allocated to a logical block address space, it is allocated to a logical block address space having a smaller number of blocks than the number of blocks constituting the zone in consideration of the occurrence of defective blocks. This allocation is normally performed according to the specifications of the
In the
[アドレス変換テーブルの説明]
次に、アドレス変換テーブルについて、説明する。アドレス変換テーブルは、論理ブロックアドレスと物理ブロックアドレスの対応関係と、論理ブロックアドレスと新旧識別情報の対応関係とを一括して管理する。
図6は、図5に示したゾーン0に対するアドレス変換テーブルの一例を示したものであり、各論理ブロックアドレスに対応するデータが格納されているフラッシュメモリ2内での物理ブロックアドレスと、当該物理ブロックアドレスに格納されたデータの新旧識別情報とが、論理ブロックアドレス順に記述されている。また、フラッシュメモリ2にデータが格納されていない論理ブロックアドレスについては、アドレス変換テーブルのその論理ブロックアドレスに対応した部分に、物理ブロックアドレスではなく、データが格納されていないことを示すフラグ(以下、対応するデータが格納されていないことを示すフラグを未格納フラグと言う)が設定される。
[Description of address translation table]
Next, the address conversion table will be described. The address conversion table collectively manages the correspondence between logical block addresses and physical block addresses and the correspondence between logical block addresses and old / new identification information.
FIG. 6 shows an example of an address conversion table for the
例えば、図5に示したゾーン0のアドレス変換テーブルを作成する場合、マイクロプロセッサ6は、496ブロック分の物理ブロックアドレスを記述できる領域をSRAM上に確保し、その物理ブロックアドレスを記述する領域に初期設定として未格納フラグを設定する。その後、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリインターフェースブロック10を制御してフラッシュメモリ2のゾーン0を構成するブロックの冗長領域26を順次読み出していき、冗長領域26に論理ブロックアドレス(対応論理ブロックアドレスとして記述されている論理ブロックアドレス)が記述されている場合には、アドレス変換テーブルのその論理ブロックアドレスに対応する部分に、その論理ブロックアドレスが記述されているブロックの物理ブロックアドレスを記述する。また、論理ブロックアドレスと共に記述されている新旧識別情報を、テーブルのその論理ブロックアドレスに対応した部分に記述する。
For example, when the address conversion table for
なお、このアドレス変換テーブルの作成処理で物理ブロックアドレスが記述されなかった部分については、初期設定で記述された未格納フラグがそのまま残る。 It should be noted that the unstored flag described in the initial setting remains as it is for the part where the physical block address is not described in the address conversion table creation process.
[新旧識別情報による識別]
データの更新途中に電源が切断される等により、同一の対応論理ブロックアドレスをもつブロックが並存する状況が生じると、アドレス変換テーブルを作成する際に、一つの論理ブロックアドレスに対し物理ブロックアドレスが二つ併存することとなる。
このとき、マイクロプロセッサ6は、併存する二つの物理ブロックアドレスのそれぞれの冗長領域26に書き込まれた新旧識別情報を比較し、新旧識別情報の値が大きいものを新しいデータ(真のデータ)が書き込まれたブロックと判別し、アドレス変換テーブルを作成する。
[Identification by old and new identification information]
When a situation occurs in which blocks with the same corresponding logical block address coexist due to the power being cut off during the data update, when creating the address conversion table, the physical block address is assigned to one logical block address. Two will coexist.
At this time, the
[消去済ブロック検索用テーブルの説明]
次に、消去済ブロック検索用テーブルについて、図面を参照して説明する。消去済ブロック検索用テーブルは、データの書き込み先とすることができる消去済ブロックを検索するためのテーブルである。
[Description of erased block search table]
Next, the erased block search table will be described with reference to the drawings. The erased block search table is a table for searching for erased blocks that can be data write destinations.
まず、消去済ブロック検索用テーブルを用いて、消去済ブロックを検索する方法について説明する。例えば、図5に示したゾーンの消去済ブロックを検索する場合、マイクロプロセッサ6は、512ビットの領域をSRAM上に確保し、その領域の各ビットにゾーンを構成する各ブロックを割当てた消去済ブロック検索用テーブルを作成する。
First, a method for searching for an erased block using the erased block search table will be described. For example, when searching for erased blocks in the zone shown in FIG. 5, the
図7は、図5に示したゾーン0とゾーン1の消去済ブロック検索用テーブルを概念的に示した概念図である。ここで、ゾーン0の消去済ブロック検索用テーブル上のビットは、ブロックB0000〜B0511(物理ブロックアドレスの0000〜0511)に対応し、ゾーン1の消去済ブロック検索用テーブル上のビットは、ブロックB0512〜B1023(物理ブロックアドレスの0512〜1023)に対応する。
FIG. 7 is a conceptual diagram conceptually showing the erased block search table for
また、消去済ブロック検索用テーブル上のビットと、ゾーンを構成するブロックとの対応関係については、図7に示した消去済ブロック検索用テーブル上のビットを、上の行から下の行へ、各行を左から右へ物理ブロックアドレス順に対応させている。従って、ゾーン0の消去済ブロック検索用テーブルでは、左上のビットが、B0000(物理ブロックアドレスの0000)のブロックに対応し、右下のビットが、B0511(物理ブロックアドレスの0511)のブロックに対応する。
For the correspondence between the bits on the erased block search table and the blocks constituting the zone, the bits on the erased block search table shown in FIG. 7 are changed from the upper row to the lower row. Each row is associated from left to right in the order of physical block addresses. Therefore, in the erased block search table for
また、消去済ブロック検索用テーブル上のビットは、「0」と「1」で消去済ブロックであるか否かを示しており、例えば、データが書き込まれている場合(または不良ブロックであることを示すブロックステータスが記述されている場合)は、そのビットに「0」を、データが書き込まれていない場合(消去済ブロックの場合)は、そのビットに「1」を設定する。 The bit on the erased block search table indicates whether the block is an erased block by “0” and “1”. For example, when data is written (or it is a defective block) Is set to “0” in the bit, and “1” is set in the bit when data is not written (in the case of an erased block).
なお、この消去済ブロック検索用テーブルは、アドレス変換テーブルを作成する際に一緒に作成することができる。例えば、マイクロプロセッサ6は、消去済ブロック検索用テーブルを作成するSRAM上の領域に「0」を設定しておき、各ブロックの冗長領域26に対応論理ブロックアドレスも不良ブロックであることを示すブロックステータスも記述されていないときに、そのブロックに対応するビットに「1」を設定するようにすれば、アドレス変換テーブルを作成する際に一緒に作成することができる。つまり、ゾーンを構成するブロックの冗長領域26に記述されているデータを読み出したときにこの処理を行なえば、消去済ブロックに対応するビットだけに「1」が設定され、消去済ブロックでないブロックに対応するビットは予め設定した「0」のままになる。
The erased block search table can be created together when creating the address conversion table. For example, the
また、マイクロプロセッサ6は、消去済ブロックにデータが書き込まれたときに、そのブロックに対応するビットを「1」から「0」に変更し、データが書き込まれているブロックがブロック消去されたときに、そのブロックに対応するビットを「0」から「1」に変更することで、消去済ブロック検索用テーブルを随時更新する。
Further, when data is written in the erased block, the
次に、この消去済ブロック検索用テーブルを用いて消去済ブロックを検索する場合について図8を参照して説明する。図8は、ゾーン0の消去済ブロック検索用テーブルを示している。例えば、一番上の行の各ビットは、ブロックB0000〜B0007(物理ブロックアドレスの0000〜0007)に対応し、一番下の行はブロックB0504〜B0511(物理ブロックアドレスの0504〜0511)に対応する。
Next, a case where an erased block is searched using this erased block search table will be described with reference to FIG. FIG. 8 shows an erased block search table for
マイクロプロセッサ6は、消去済ブロック検索用テーブルを、上の行から下の行へと走査する。また、マイクロプロセッサ6は、消去済ブロック検索用テーブル内の各行を左から右へと走査する。すなわち、マイクロプロセッサ6は、ブロックB0000(物理ブロックアドレスの0000)に対応するビット(一番上の行の、一番左のビット)から、ブロックB0511(物理ブロックアドレスの0511)に対応するビット(一番下の行の、一番右のビット)までを走査していき、消去済ブロックに対応する「1」のビットを検索する。
The
図8に示した消去済ブロック検索用テーブルを検索する場合、上から2番目の行の、左から3番目のビットが「1」なので、マイクロプロセッサ6は、ここで検索を終了し、このビットに対応するブロックB0010(物理ブロックアドレスの0010)を、データの書き込み先のブロックとして特定する。
When searching the erased block search table shown in FIG. 8, since the third bit from the left in the second row from the top is “1”, the
また、次回の検索は、上から2番目の行の、左から4番目のビットから走査を開始し、上から4番目の行の、左から5番目のビットが「1」なので、マイクロプロセッサ6は、ここで検索を終了し、このビットに対応するブロックB0028(物理ブロックアドレスの0028)を、データの書き込み先のブロックとして特定する。その後も、このような検索を続けていき、一番下の行の、一番右のビットまで走査が進んだときは、一番上の行の、一番左のビットに戻る。
The next search starts scanning from the fourth bit from the left in the second row from the top. Since the fifth bit from the left in the fourth row from the top is “1”, the
[書き込み処理の説明]
書き込み処理は、ホストシステム4からのコマンドに応答して実行される。
ホストシステム4からの書き込み処理の実行を要求するコマンドは、ホストインターフェースブロック7のコマンドレジスタに書き込まれる。また、データの書き込み先の論理ブロックアドレスと、書き込むデータのサイズとは、それぞれホストインターフェースブロック7のLBAレジスタと、セクタ数レジスタとに書き込まれる。
[Description of writing process]
The writing process is executed in response to a command from the
A command requesting execution of write processing from the
コマンドレジスタに書き込まれた命令に応答して、マイクロプロセッサ6は、消去済ブロック検索用テーブルを検索することにより特定したブロックに対して、データを書き込む。この書き込み処理では、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリインターフェースブロック10を制御して、内部バス14を介して、書き込み先のブロック内のページに、データを書き込む。マイクロプロセッサ6は、データを書き込んだブロックの冗長領域26に、エラーコレクションコード、論理ブロックアドレス、新旧識別情報等を書き込む。
In response to the instruction written in the command register, the
また、上記書き込み処理で、ホストシステム4側から供給された論理ブロックアドレスに対応する旧データが存在する場合(上書きをする場合)は、上記新データの書き込み処理の後に旧データの消去処理が行なわれる。なお、消去する旧データが格納されているブロックの物理ブロックアドレスは、図6に示したアドレス変換テーブルに基づいて得ることができる。この消去処理では、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリインターフェースブロック10を制御して、フラッシュメモリ2の旧データが格納されているブロックのデータを消去する。
Further, in the above write processing, when old data corresponding to the logical block address supplied from the
[読み出し処理の説明]
読み出し処理は、ホストシステム4からのコマンドに応答して実行される。
ホストシステム4からの読み出し処理の実行を要求するコマンドは、ホストインターフェースブロック7のコマンドレジスタに書き込まれる。また、読み出すデータの論理ブロックアドレスは、ホストインターフェースブロック7のLBAレジスタに書き込まれる。
[Description of read processing]
The read process is executed in response to a command from the
A command requesting execution of read processing from the
コマンドレジスタに書き込まれた命令に応答して、マイクロプロセッサ6は、LBAレジスタに書き込まれた論理ブロックアドレスを、図6に示したアドレス変換テーブルに基づき物理ブロックアドレス(論理ブロックアドレスに対応するデータが格納されているブロックの物理ブロックアドレス)に変換する。
In response to the instruction written in the command register, the
続いて、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリインターフェースブロック10を制御して、内部バス14を介して、ホストシステム4側から与えられる論理ブロックアドレスに対応するデータが格納されているブロック内のページに格納されているデータを、バッファ9に読み出す。
Subsequently, the
ECCブロック11は、バッファ9に読み出したデータを、当該データに付加されているエラーコレクションコードに基づいて誤りを訂正する。そして、マイクロプロセッサ6は、訂正後のデータを、ホストインターフェースブロック7を制御して、外部バス13を介してホストシステム4に供給する。
The ECC block 11 corrects an error in the data read out to the
[チェックサム処理の説明]
チェックサム処理は、フラッシュメモリ2に書き込まれたデータが書き換えられたか否かを確認するための処理で、ホストシステム4からのコマンドに応答して実行される。
ホストシステム4は、例えば、電源投入時やユーザが所定の操作を実施した場合等にチェックサム処理の実行を要求するコマンドをフラッシュメモリシステム1に送る。ホストシステム4からのチェックサム処理の実行を要求するコマンドは、ホストインターフェースブロック7のコマンドレジスタに書き込まれる。また、セクタ数レジスタには、チェックサムを計算するときに区切りとするビット数(以下、区切りビット数と呼ぶ)が書き込まれる。マイクロプロセッサ6は、チェックサム処理の実行を要求するコマンドとともに、論理ブロックアドレスと区切りビット数とを受け取り、これらに基づいてチェックサム処理を実行する。
以下、図9に示すフローチャートを参照して、チェックサム処理の手順を説明する。
[Explanation of checksum processing]
The checksum process is a process for confirming whether or not the data written in the
For example, the
Hereinafter, the procedure of the checksum process will be described with reference to the flowchart shown in FIG.
チェックサム処理の実行を要求するコマンドを受け取ると、マイクロプロセッサ6は、ホストシステム4に対し、パスワードを要求する(ステップS100)。これに応答して、ホストシステム4は、所定のパスワードをフラッシュメモリシステム1に送信し、マイクロプロセッサ6は、ホストインターフェースブロック7を介してこれを受信する(ステップS110)。なお、パスワードはLBAレジスタに書き込まれるようにしてもよい。
マイクロプロセッサ6は、受信したパスワードと、ROM12に格納されたパスワードとを照合し、両者が一致するか否かを判定する(ステップS120)。
パスワードが一致しない場合(ステップS120;No)、チェックサム処理は終了される。
When receiving a command requesting execution of the checksum process, the
The
If the passwords do not match (step S120; No), the checksum process ends.
一方、パスワードが一致する場合(ステップS120;Yes)には、冗長領域26に対応論理ブロックアドレスが書き込まれている全ブロックのチェックサム値の算出を実行するため、マイクロプロセッサ6は処理をステップS140に進める。なお、ホストシステム4側から、チェックサム値を算出する対象となる論理ブロックの範囲を指定してもよい。
On the other hand, if the passwords match (step S120; Yes), the
チェックサム値の算出が開始されると、マイクロプロセッサ6は、フラッシュメモリインターフェースブロック10を制御して、内部バス14を介して、対応論理ブロックアドレスが書き込まれているブロック内のページに格納されているデータを、バッファ9に読み出す(ステップS140)。
When calculation of the checksum value is started, the
マイクロプロセッサ6は、バッファ9に読み出したデータに含まれる誤りを、当該データに付加されているエラーコレクションコードに基づいて訂正する(ステップS150)。
The
次に、マイクロプロセッサ6は、誤りが訂正されたデータからチェックサム値を算出するための算出処理を実行する(ステップS160)。
算出処理では、誤りが訂正されたデータを、区切りビット数毎に区切って、順次加算することにより、チェックサム値が算出される。例えば、区切りビット数が8ビットである場合、図10に示すように、1ページ分のデータを8ビット毎に分割し、それを順次加算する。
Next, the
In the calculation process, the checksum value is calculated by dividing the error-corrected data for each delimiter bit number and sequentially adding the data. For example, when the number of delimiter bits is 8 bits, as shown in FIG. 10, the data for one page is divided every 8 bits and added sequentially.
次に、マイクロプロセッサ6は、算出処理を実施したページが最終ブロックの最終ページか否かを判別する(ステップS161)。最終ブロックの最終ページでないと判別した場合(ステップS161;No)、それ以後のページについても同様にデータ読み出し(ステップS140)、誤り訂正(ステップS150)、及び算出処理(ステップS160)を繰り返す(ステップS161)。そして、最終ブロックの最終ページの算出処理が終了したとき(ステップS161;Yes)、加算した結果をチェックサム値としてホストシステム4に供給する(ステップS170)。
Next, the
なお、マイクロプロセッサ6は、算出処理において、冗長領域26に書き込まれているデータについても加算する。その際、誤り訂正と、データ置換処理とを施してから加算する。
このデータ置換処理では、冗長領域26に書き込まれているデータのうち、対応論理ブロックアドレスのように、個体差のないデータについては、値を置換しない。一方、新旧識別情報のように、データの書き換え履歴により個体差が生じるデータ(以下、置換対象データと呼ぶ)については、データを所定の値(例えば、全ビットを0)に置換する。また、誤り訂正が施されないデータについても所定のデータに置換する(誤り訂正が施されないデータも置換対象データに含まれるものとする)。そして、このような処理が施された後のデータを、区切りビット数毎に区切って、順次加算する。
Note that the
In this data replacement process, values are not replaced for data written in the
図11は、算出処理の手順を具体的に示すフローチャートである。算出処理が開始されると、マイクロプロセッサ6は、チェックサム処理の対象データ(バッファ9に読み出されたデータ)を分割するためのカウント値を0にリセットする(ステップS200)。
FIG. 11 is a flowchart specifically illustrating the procedure of the calculation process. When the calculation process is started, the
次に、マイクロプロセッサ6は、カウント値と区切りビット数とに基づき、加算するデータを区切って切り出す(ステップS210)。例えば、マイクロプロセッサ6は、区切りビット数とカウント値の積から加算するデータの先頭ビットを特定し、その先頭ビットから区切りビット数分だけのデータを、加算するデータ(以下、加算データと呼ぶ)として抽出する。
Next, the
次に、マイクロプロセッサ6は、切り出された加算データが、置換対象データを含むか否かを判別する(ステップS220)。そして、置換対象データを含まないと判別した場合(ステップS220;No)には、ステップS240に処理を進める。
Next, the
一方、置換対象データを含むと判別した場合(ステップS220;Yes)、加算データに含まれる置換対象データを0に置換し(ステップS230)、ステップS240に処理を進める。 On the other hand, when it is determined that the replacement target data is included (step S220; Yes), the replacement target data included in the addition data is replaced with 0 (step S230), and the process proceeds to step S240.
ステップS240において、マイクロプロセッサ6は、チェックサム値に加算データを加算する(ステップS240)。そして、マイクロプロセッサ6は、チェックサム処理の対象データの最後に達した否かを判別する(ステップS250)。
In step S240, the
チェックサム処理の対象データの最後に達したと判別した場合(ステップS250;Yes)、マイクロプロセッサ6は、算出処理を終了する。
一方、チェックサム処理の対象データの最後に未だ達していないと判別した場合(ステップS250;No)、マイクロプロセッサ6は、カウント値を+1し(ステップS260)、処理をステップS210に戻す。
If it is determined that the end of the target data for the checksum process has been reached (step S250; Yes), the
On the other hand, if it is determined that the target data for the checksum processing has not yet been reached (step S250; No), the
マイクロプロセッサ6は、対象データの最後まで加算すると、算出処理を終了する。その後、チェックサム処理の対象データが新たにバッファ9に読み出されたときには、前回の算出処理終了時のチェックサム値に加算データを加算する。なお、上記チェックサム処理では、予め定められたビット数だけを有効データ(チェックサム値)として扱い、桁溢れした上位ビットのデータは無視している。
When the
ホストシステム4は、チェックサム値を受け取ると、それを予め取得しておいたチェックサム期待値と比較し、両者が一致した場合には不正な書き換えがされなかったと判別することができる。
例えば、ホストシステム4は、データの書き換え時に所定のチェックサム期待値を与えられてもよい。また、データの書き込みが終了した後に、チェックサム処理を実行してチェックサム値を取得し、そのときに得られたチェックサム値をチェックサム期待値としてもよい。
When the
For example, the
以上で説明したように、本実施の形態のフラッシュメモリシステム1は、チェックサム処理を行うことより不正に書き換えられたことを検出できる。
As described above, the
また、本実施の形態のフラッシュメモリシステム1は、チェックサム処理の実行時にパスワードの照合をし、パスワードが一致しない場合、チェックサム値を出力せずに処理を終了する。このため、不正にチェックサムの値を得ることが困難である。
Further, the
また、本実施の形態のフラッシュメモリシステム1は、ユーザが自由にデータを書き込むことができない冗長領域26に書き込まれているデータをもチェックサム値の算出に用いるため、チェックサムを一致させるような不正書き込みが更に困難である。
Further, the
また、本実施の形態のフラッシュメモリシステム1は、冗長領域26に書き込まれているデータのうち、フラッシュメモリ2の個体差に依存するデータついては、データを所定の値に置き換えてからチェックサムを計算する。その結果、複数のフラッシュメモリシステム1に同じデータを書き込んだ場合、データ書き換えの履歴によらず等しいチェックサム値が得られるため、フラッシュメモリシステム1の管理が容易になる。
Further, the
また、本実施の形態のフラッシュメモリシステムは、区切りビット数を指定できるため、チェックサムを一致させるような不正書き込みをするための難易度が高まり、不正な書き込みを抑止できる。 In addition, since the flash memory system according to the present embodiment can specify the number of delimiter bits, the degree of difficulty for performing illegal writing that matches the checksums increases, and illegal writing can be suppressed.
上記の実施の形態では、フラッシュメモリシステムが、算出したチェックサム値をホストシステムに供給する場合を例に説明したが、フラッシュメモリシステムは、自ら(例えばROM)チェックサム期待値を保持し、算出したチェックサム値とチェックサム期待値とが一致するか否かを判別して、その判別結果をホストシステムに供給するようにしてもよい。 In the above embodiment, the case where the flash memory system supplies the calculated checksum value to the host system has been described as an example. However, the flash memory system holds the expected checksum value itself (for example, ROM) and calculates it. It may be determined whether or not the checksum value matches the expected checksum value, and the determination result may be supplied to the host system.
1 フラッシュメモリシステム
2 フラッシュメモリ
3 コントローラ
4 ホストシステム
6 マイクロプロセッサ
7 ホストインターフェースブロック
8 ワークエリア
9 バッファ
10 フラッシュメモリインターフェースブロック
11 ECCブロック
12 ROM
13 外部バス
14 内部バス
25 ユーザ領域
26 冗長領域
1
13
Claims (3)
ホストシステムから与えられる論理アドレスとフラッシュメモリ内の記憶領域を特定する物理アドレスとの対応関係を物理ブロック単位で管理するアドレス管理手段と、
前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、ホストシステムから与えられるデータをフラッシュメモリに書き込む書き込み手段と、
前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、フラッシュメモリに書き込まれているデータを読み出す読み出し手段と、
前記読み出し手段により読み出されたデータを所定のビット数毎に区切って順次加算することによりチェックサム値を算出するチェックサム算出手段とを備え、
ホストシステムからチェックサム値の算出を指示する算出命令が与えられたときに、
前記読み出し手段は、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを読み出し、
前記チェックサム算出手段は、前記算出命令により指定されるビット数に基づいて前記所定のビット数を決定し、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを対象として前記チェックサム値を算出する、
ことを特徴とするメモリコントローラ。 Writing and reading in page units is performed, in response to a command from the host system erased in units of physical blocks is used as a flash memory storage medium is performed, a memory controller for controlling access to flash memory,
Address management means for managing the correspondence between the logical address given by the host system and the physical address for specifying the storage area in the flash memory in units of physical blocks;
The following relationship between the logical address and the physical address, and write means-out write-free manual write data supplied from the host system to the flash memory,
Said according to the corresponding relationship between the logical address and the physical address, and means out read to read out the data that is written to the flash memory,
And a checksum calculator for calculating a checksum value by sequentially adding separate the data read Ri by the prior SL reading means for each predetermined number of bits,
When a calculation command for instructing the calculation of the checksum value is given from the host system,
The reading unit reads data written in a storage area in a flash memory corresponding to a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation instruction,
The checksum calculation means determines the predetermined number of bits based on the number of bits specified by the calculation instruction, and stores in a flash memory corresponding to a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation instruction Calculating the checksum value for the data written in the area ;
A memory controller characterized by that.
ホストシステムから与えられる論理アドレスとフラッシュメモリ内の記憶領域を特定する物理アドレスとの対応関係を物理ブロック単位で管理するアドレス管理ステップと、
前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、ホストシステムから与えられるデータをフラッシュメモリに書き込む書き込みステップと、
前記論理アドレスと前記物理アドレスとの対応関係に従って、フラッシュメモリに書き込まれているデータを読み出す読み出しステップと、
前記読み出しステップにより読み出されたデータを所定のビット数毎に区切って順次加算することによりチェックサム値を算出するチェックサム算出ステップとを備え、
ホストシステムからチェックサム値の算出を指示する算出命令が与えられたときに、
前記読み出しステップでは、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを読み出し、
前記チェックサム算出ステップでは、前記算出命令により指定されるビット数に基づいて前記所定のビット数を決定し、前記算出命令により指定される論理アドレス又は論理アドレスの範囲に対応するフラッシュメモリ内の記憶領域に書き込まれているデータを対象として前記チェックサム値を算出する、
ことを特徴とするフラッシュメモリの制御方法。 This is a flash memory control method for controlling access to a flash memory in response to an instruction from a host system that uses a flash memory that is written and read in units of pages and erased in units of physical blocks as a storage medium. And
An address management step for managing the correspondence between a logical address given by the host system and a physical address for specifying a storage area in the flash memory in units of physical blocks;
A writing step of writing data provided from a host system in a flash memory according to the correspondence between the logical address and the physical address;
A read step of reading data written in the flash memory according to the correspondence between the logical address and the physical address ;
And a checksum calculation step of calculating a checksum value by sequentially summing separated data read by said reading step every predetermined number of bits,
When a calculation command for instructing the calculation of the checksum value is given from the host system,
In the reading step, data written in a storage area in the flash memory corresponding to a logical address or a range of logical addresses specified by the calculation instruction is read,
In the checksum calculation step, the predetermined number of bits is determined based on the number of bits specified by the calculation instruction, and the storage in the flash memory corresponding to the logical address or the range of logical addresses specified by the calculation instruction Calculating the checksum value for data written in the area ;
A method for controlling a flash memory.
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