JP4658455B2 - オープンアーキテクチャのフラッシュドライバ - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明はフラッシュメモリドライバに関し、より詳細には、オープンアーキテクチャのフラッシュメモリドライバに関する。
【０００２】
【従来の技術】
フラッシュメモリは、情報を電力なしで保持することができ、かつ消去(erase)かつ再プログラムが可能な不揮発性記憶媒体である。フラッシュメモリがコンピュータデバイスにおいて占有するスペースはごくわずかであり、そのメモリを保持するために連続した電力を必要としないので、ラップトップコンピュータ、ポータブル・デジタル・アシスタント(PDA)、ポータブル通信/コンピュータデバイスなど、多数のポータブルコンピュータデバイス、および多数の他のタイプの関連デバイスが情報の格納のための主要媒体としてフラッシュメモリを使用している。加えて、フラッシュメモリは振動、および多数のポータブルコンピュータデバイスに頻繁に発生する偶発的な落下に強い。したがって、フラッシュメモリはますます、大部分のポータブルコンピュータデバイスのために好んで選ばれる記憶媒体となりつつある。
【０００３】
大部分のフラッシュメモリのメーカはフラッシュメモリをメーカ独自のコントローラと共に販売しており、これを一般にフラッシュドライバという。通常、これらのフラッシュドライバは、他のメーカによって製造されたフラッシュメモリと互換性を有していない。これにより、メーカによって展開されたオペレーティングシステムおよび/またはファイルシステムがしばしば特定のメーカ独自のフラッシュドライバに結び付けられるので、ポータブルコンピュータデバイスのメーカにとっての柔軟性が低減する。フラッシュメモリメディアの交換にはしばしばファイルシステムの単調な修正が必要となり、これはフラッシュメモリメディアに関連付けられた特定のフラッシュドライバとの互換性を保証するためである。ある状況では、いくつかのオペレーティングならびにファイルシステムがあるフラッシュメディアと互換性を有しておらず、ドライバの互換性の欠如のため、ポータブルコンピュータデバイスのいくつかのメーカが強制的にある程度は特定のフラッシュメモリに固定されるようになる可能性がある。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】
オープンアーキテクチャのフラッシュドライバを記載する。このフラッシュドライバはオープンに互換性を有して、メーカに関係なく、大部分のタイプのファイルシステムおよびフラッシュメモリメディアの間のインターフェイスとして動作する。
【０００５】
【課題を解決するための手段】
1つの記載される実施では、フラッシュメモリドライバがコンピュータによって実行されるとき、ファイルシステムと1つまたは複数のフラッシュメモリメディアとの間のインターフェイスを提供する。フラッシュメモリドライバはフラッシュ抽象化ロジックを使用するが、これはファイルシステムによって、1つまたは複数のフラッシュメモリメディアのタイプに関係なくフラッシュメモリのオペレーションを管理するために呼び出し可能である。フラッシュメモリドライバはまたフラッシュメディアロジックも使用し、これは異なるタイプのフラッシュメモリメディアと対話するように構成される。フラッシュ抽象化ロジックはフラッシュメディアロジックを呼び出してメモリオペレーションを実行するが、これはフラッシュメモリメディアのタイプに応じて異なる方法で潜在的に実行される。
【０００６】
詳細な説明を、添付の図面を参照して記載する。図面では、参照番号の最も左の数字が、その参照番号が最初に現れる図面を識別する。
【０００７】
【発明の実施の形態】
以下の考察はフラッシュドライバを対象とする。法的要件を満たすための特定性をもって主題を記載する。しかし、記載自体は本特許の範囲を限定するために意図されるものではない。むしろ、発明者は、請求された主題を他の方法においても実施することができ、異なる要素または本明細書に記載したものに類似した要素の組み合わせを、他の現在または将来の技術と共に含めることができることを意図している。
【０００８】
概要
この考察は、読者がフラッシュメモリメディアの基本的な動作原理を熟知していると仮定する。それにもかかわらず、2つの一般的なタイプの不揮発性ランダムアクセスメモリであるNANDおよびNORフラッシュメモリメディアへの一般的な概説を、本明細書に記載する例示的実施をよりよく理解するために提供する。これらの2つの実施例のフラッシュメモリメディアはそれらが現在普及しているために選択されたが、これらの説明は、記載した実施をこれらのタイプのフラッシュメディアに限定するように意図されるものではない。他の電気的消去可能なプログラマブル読み取り専用メモリ(EEPROM)も動作するであろう。この詳細な説明中で使用する大部分の実施例では、データ構造において示す番号は例示のために10進フォーマットである。
【０００９】
汎用フラッシュメディア動作特性
図1および図2は実施例のNANDおよびNORフラッシュメモリメディア100、200の論理表現をそれぞれ例示する。両メディアは共に汎用動作特性を有し、これらはメーカに関係なくそれぞれに共通のものである。たとえば図1を参照すると、NANDフラッシュメモリメディアが一般に連続ブロック(0、1ないしN)に分割される。各ブロック0、1、2などがさらにK個のセクタ102に細分され、標準の商用NANDフラッシュメディアは一般にブロックにつき8、16または32個のセクタを含む。ブロックおよびセクタの量は変わる可能性があるが、メーカに応じてである。いくつかのメーカは「セクタ」を「ページ」という。本明細書で使用する両方の用語は同義語であり相互交換可能である。
【００１０】
各セクタ102はさらに2つの異なるセクションに分割され、これらは、情報を格納するために使用されるデータエリア103、およびエラー訂正コード(ECC)など余分の情報を格納するために使用されるスペアエリア104である。データエリア103のサイズは一般に512バイトとして実施されるが、再度これもメーカに応じてより多く、あるいは少なくすることができる。512バイトでは、フラッシュメモリメディアにより大部分のファイルシステムがメディアを、固定ディスク(ハードドライブ)などの不揮発性メモリデバイスとして扱うことができる。本明細書で使用するように、RAMは一般にDRAM、SRAM、VRAM、VDOなどのメモリデバイスのランダムアクセスメモリのファミリを指す。一般に、スペアエリア104のサイズがNANDフラッシュメディアデバイスのための１６バイトの余分の記憶として実施される。再度、これより大きいかまたは小さい他のサイズを選択することができる。大部分の場合では、スペアエリア104がエラー訂正コードおよび状況情報のために使用される。
【００１１】
NORメモリメディア200は、ブロックが物理セクタに細分されない点でNANDメモリメディアと異なる。RAMと同様に、NORメモリメディアのブロック内に格納された各バイトは個別にアドレス指定可能である。しかし、実際には、NORメモリメディア上のブロックを論理的に物理セクタへ、添付のスペアエリアにより細分することができる。
【００１２】
全体のレイアウトおよび動作上の比較は別として、フラッシュデバイスのいくつかの汎用電気特性(本明細書ではまた「メモリ要件」または「ルール」ともいう)を以下のように要約することができる。
【００１３】
1.セクタへの書き込みオペレーションが、個々のビットを論理「1」から論理「0」に変えることができるが、論理「0」から論理「1」に変えることはできない(以下の2番を除く)。
2.ブロックの消去により、そのブロックにおけるすべてのビットが論理「1」に設定される。
3.ブロック内の個々のセクタ/バイト/ビットを、同じブロック内のすべてのセクタ/バイトを消去することなく消去することは、一般に可能ではない。
4.ブロックは、約100,000サイクルから1,000,000サイクルの間の制限された消去寿命を有する。
5.NANDフラッシュメモリデバイスがECCを使用して、データを漏れ電流による破損から保護する。
6.読み取りオペレーションは書き込み/消去寿命に不利とはならない。
【００１４】
フラッシュドライバアーキテクチャ
図3はコンピュータデバイス300の関連コンポーネントを例示するが、このコンピュータデバイスは1つまたは複数のフラッシュメモリデバイスを使用して情報を格納する。一般に、様々な異なる汎用または専用コンピューティングシステム構成をコンピュータデバイス300のために使用することができ、これには、それだけに限定されるものではないが、パーソナルコンピュータ、サーバコンピュータ、ハンドヘルドまたはラップトップデバイス、ポータブル通信デバイス、マルチプロセッサシステム、マイクロプロセッサシステム、マイクロプロセッサベースのシステム、プログラマブルなコンシューマエレクトロニクス、ゲーミングシステム、マルチメディアシステム、上の例のデバイスおよび/またはシステムのいずれかの組み合わせなどが含まれる。
【００１５】
コンピュータデバイス300は一般にプロセッサ302、メモリ304およびフラッシュメモリメディア100/200を含む。コンピュータデバイス300は前述の要素のいずれかのうちの複数を含むことができる。電源、キーボード、タッチパッド、I/Oインターフェイス、ディスプレイ、LED、オーディオジェネレータ、振動デバイスなど、他の要素は図示しないが、容易に例示的コンピュータデバイス300の一部にすることができる。
【００１６】
メモリ304は一般に揮発性メモリ(たとえば、RAM)および不揮発性メモリ(たとえば、ROM、PCMCIAカードなど)を含む。以下で記載する大部分の実施では、メモリ304がコンピュータデバイスの一部302のキャッシュとして使用され、アプリケーションデータに高速にアクセスすることが可能となり、永続的にデータをフラッシュメディア100/200など不揮発性メモリ上に格納する必要がない。
【００１７】
オペレーティングシステム309はメモリ304内に存在し、プロセッサ302上で実行する。一実施例のオペレーティングシステムの実施には、Microsoft CorporationによるWindows(登録商標)CEオペレーティングシステムが含まれるが、他のオペレーションシステムを、DOS、UNIX(登録商標)などの多数のオペレーティングシステムのうちの1つから選択することができる。例示のため、オペレーティングシステムなど、プログラムおよび他の実行可能プログラムコンポーネントを本明細書では離散的ブロックとして例示するが、このようなプログラムおよびコンポーネントが様々なときにコンピュータの異なる格納コンポーネントに存在し、コンピュータデバイス300のプロセッサによって実行されることを理解されたい。
【００１８】
1つまたは複数のアプリケーションプログラム307がメモリ304にロードされ、オペレーティングシステム309上で実行する。アプリケーションの例には、それだけに限定されるものではないが、eメールプログラム、ワードプロセッシングプログラム、表計算プログラム、インターネットブラウザプログラムなどが含まれる。
【００１９】
またメモリ304にロードされるものはファイルシステム305であり、これもオペレーティングシステム309上で実行する。ファイルシステム305は一般に、磁気ハードドライブおよびこの例示的実施のフラッシュメモリメディア100/200など、メモリデバイスに対するデータの格納および検索の管理を担う。大部分のファイルシステム305は情報を論理レベルで、ファイルシステム305が実行中であるオペレーティングシステムの規定に従ってアクセスかつ格納する。ファイルシステム305をオペレーティングシステム309の一部にすること、または分離した論理モジュールとしてのコードとして埋め込むことが可能である。
【００２０】
フラッシュドライバ306は、ファイルシステム305とフラッシュメディア100/200の間のダイレクトインターフェイスとして機能するように実施される。フラッシュドライバ306によりコンピュータデバイス300がファイルシステム305を通じて、フラッシュメディア100/200をコントロールし、最終的にデータを送信/検索することが可能となる。しかし、より詳細に記載するように、フラッシュドライバ306は読み取り/書き込みオペレーション以上のものを担う。フラッシュドライバ306はデータ完全性を維持し、フラッシュメディアのウェアレベリングを実行し、コンピュータデバイス300への停電中のデータ損失を最小限にし、コンピュータデバイス300のOEMがそれらの各フラッシュメモリデバイスをメーカに関係なくサポート可能にするように実施される。フラッシュドライバ306はファイルシステムに寛容である。これは、フラッシュドライバ306が、ファイルアロケーションデータ構造ファイルシステム(FAT16)、(FAT32)および他のファイルシステムなどの多数の異なるタイプのファイルシステムをサポートすることを意味する。加えて、フラッシュドライバ306はフラッシュメモリメディアに寛容であり、これは同様に、ドライバ306がフラッシュメモリデバイスをフラッシュメモリデバイスのメーカに関係なくサポートすることを意味する。すなわち、フラッシュドライバ306はデータをフラッシュメディア上で読み取り/書き込み/消去する能力を有し、すべてではないにしても、大部分のフラッシュデバイスをサポートすることができる。
【００２１】
例示的実施では、フラッシュドライバ306がオペレーティングシステム309内のコンポーネントとして存在し、これが実行されるとき、ファイルシステム305とフラッシュメディア100/200との間の論理インターフェイスモジュールとしての機能を果たす。フラッシュドライバが実施されるときインターフェイスとしての機能を果たすことを論証するため、フラッシュドライバ306を分離したボックス306として例示する。それにもかかわらず、フラッシュドライバ306は他のアプリケーション内、ファイルシステム305の一部、あるいは独立してコンピュータ可読媒体上で分離したコードとして存在することができ、これはハードウェア/ファームウェアデバイスと共に実行する。
【００２２】
1つの実施では、フラッシュドライバ306が、フラッシュ抽象化ロジック308およびプログラマブルフラッシュメディアロジック310を含む。フラッシュ抽象化ロジック308およびプログラマブルメディアロジック310は、フラッシュドライバ306によって実行される様々な機能をサポートするコード化された命令である。例示的実施がこれらの2つの要素を含むように図示するが、フラッシュ抽象化ロジック308およびフラッシュメディアロジック310のそれぞれからの様々な機能を選択して、以下に記載するより特定の実施のいくつかを実行することができる。そのため、記載する実施はロジックの2つの異なるレイヤ308/310を示すが、以下に記載する技術の多数を、ロジックのいずれかのレイヤからの機能の全部または一部を必ずしも必要とすることなく実施することができる。さらに、これらの技術を、以下に記載する責務の厳密な分割を有することなく実施することができる。
【００２３】
1つの実施では、フラッシュ抽象化ロジック308が汎用的にフラッシュメモリメディアに共通であるこれらの動作特性を管理する。これらの汎用メモリ要件には、ウェアレベリング、データ完全性の維持、および電力障害の後のデータのリカバリの処理が含まれる。加えて、フラッシュ抽象化ロジック308は、フラッシュメモリメディア100/200上の物理セクタドメインで格納された情報を、ファイルシステム305に関連付けられた論理セクタドメインにマッピングすることを担う。すなわち、フラッシュ抽象化ロジック308は、論理-物理セクタアドレスから、かつ/または物理-論理セクタアドレスから進行するデータを追跡する。ドライバ306が論理-物理セクタアドレスを読み取り/書き込みオペレーションのために使用する。ドライバ初期化中にルックアップテーブル(以下に記載する)を作成するとき、ドライバ306は物理-論理セクタアドレスから進行する。あるタイプのフラッシュメモリメディアに依存するファイルシステムによって発行されたより特定のコマンドのいくつかが直接フラッシュメディアロジック310へ、実行および変換のために送信される。したがって、フラッシュ抽象化ロジック308はこれらの汎用オペレーションへのマネージャとしての機能を果たし、これらのオペレーションはフラッシュメモリメディアに、メディアのメーカに関係なく共通しており、ウェアレベリング、データ完全性の維持、電力障害の後のデータのリカバリの処理などである。
【００２４】
図4はフラッシュ抽象化ロジック308の例示的ブロック図を示す。フラッシュ抽象化ロジック308はセクタマネージャ402、論理-物理セクタマッピングモジュール404およびコンパクタ406を含む。簡単に述べると、セクタマネージャ402は新しいデータを受信するために使用可能な、すなわち「空き」であるセクタへのポインタを提供する。論理-物理セクタマッピングモジュール404がデータを、データが論理セクタアドレス指定のファイルシステムドメインから物理セクタアドレス指定のフラッシュメディアドメインに進行するときに管理する。コンパクタ406は、データのブロックをクリア(また一般に業界では「消去」とも呼ばれる)して、十分な空きセクタがデータの書き込み用に使用可能であることを保証するためのメカニズムを提供する。加えて、コンパクタ406は、ドライバ306のシステムによる一様かつ均等なウェアレベリングの実行を助ける。これらのすべての要素を以下でより詳細に記載する。
【００２５】
図3に戻って参照すると、フラッシュメディアロジック310を使用して、フラッシュ抽象化ロジック308またはファイルシステム305のいずれかから受信された論理コマンドを物理セクタコマンドへ、フラッシュメモリメディア100/200への発行のために変換する。たとえば、フラッシュメディアロジック310はデータをフラッシュメモリメディアへ、かつ/またはそこから読み取り、書き込みかつ消去する。フラッシュメディアロジック310はまたECCの実行も担う(必要な場合)。1つの実施では、フラッシュメディアロジック310がプログラマブルであり、ユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致させることができる。したがって、フラッシュメディアロジック310は特定のニュアンス、ECCおよびフラッシュメディア100/200の物理的態様のコントロールに関連付けられた特定のコマンドを処理するように構成される。
【００２６】
図5はフラッシュメディアロジック310の例示的ブロック図を示す。図示のように、フラッシュメディアロジック310はプログラマブルエントリポイントモジュール502、I/Oモジュール504およびECCモジュール506を含む。プログラマブルエントリポイントモジュール502は、フラッシュ抽象化ロジック308とフラッシュメディア100/200との間で通信するためのプログラミングインターフェイスのセットを定義する。すなわち、プログラマブルエントリポイントにより、コンピュータデバイス300のメーカがフラッシュメディアロジック310を、コンピュータデバイス300において使用される実際のフラッシュメモリメディア100/200とインターフェイスをとるようにプログラムすることができる。I/Oモジュール504は、フラッシュメモリメディア100/200に送信される読み取り/書き込み/消去コマンドのために必要な特定のコードを含む。ユーザがECCモジュール506を、ユーザによって選択されたいずれかの特定のECCアルゴリズムに従って機能するようにプログラムすることができる。
【００２７】
データの追跡
ファイルシステム305は論理セクタアドレス指定を使用して、フラッシュメモリメディア100/200上の情報を読み取りかつ格納する。論理セクタアドレスは、ファイルシステムがデータを読み取りかつ書き込む先のアドレス位置である。これらはファイルシステムに相対的であるため「論理的」である。実際上、データをフラッシュメモリメディア100/200上で完全に異なる物理位置に格納することができる。これらの物理位置を物理セクタアドレスという。
【００２８】
フラッシュドライバ306はすべての論理セクタアドレス要求(すなわち、読み取りおよび書き込み)を物理セクタアドレス要求にリンクさせることを担う。論理-物理セクタアドレスをリンクさせるプロセスはまた、本明細書ではマッピングと呼ばれる。論理から物理へのセクタアドレスの進行により、フラッシュドライバ306が、データをフラッシュメモリメディア100/200上のどこに格納するかを決定するとき、最大限の柔軟性を有することができる。論理-物理セクタマッピングモジュール404により、データをフラッシュメモリメディア上のいかなる物理位置にも柔軟に割り当てることができ、これにより、ウェアレベリングおよび電力障害からのリカバリなど他のタスクのための効率が得られる。またこれにより、ファイルシステム305がデータを、それがそう行うように設計される方法において格納することができ、データが実際にフラッシュメディア上に異なる方法で格納されていることを知るための知能は必要ではない。
【００２９】
図6Aは、フラッシュドライバ306によって生成されたデータ構造(すなわち、テーブル)600Aの例示的実施を示す。データ構造600Aは、メモリ304の揮発性部分、たとえばRAMに格納される。データ構造600Aは、対応する論理セクタアドレス604を有する物理セクタアドレス602を含む。テーブル600Aが生成される方法の例示的記載を、図7を参照して記載する。
【００３０】
図7は、ファイルシステム305が書き込み要求をフラッシュドライバ306に発行するとき、フラッシュメモリメディア100/200上のデータを追跡するために使用されるプロセス700を例示する。プロセス700はステップ702-718を含む。図6Aおよび7を参照すると、ステップ702で、フラッシュ抽象化ロジック308が、データを指定された論理セクタアドレス604に書き込むための要求を受信する。
【００３１】
ステップ704で、セクタマネージャ402は、フラッシュメディア100/200上で書き込み要求に関連付けられたデータを受け入れることができる空き物理セクタアドレス位置を確かめる (セクタマネージャ402が物理セクタアドレスを選択する方法については、以下でより詳細に説明する)。空き物理セクタは、データを最初に消去する必要なしに受け入れることができるいずれかのセクタである。セクタマネージャ402が、空き物理セクタ位置に関連付けられた物理セクタアドレスを受信すると、論理-物理セクタマッピングモジュール404は物理セクタアドレスを、書き込み要求によって指定された論理セクタアドレス604に割り当て、対応関係を形成する。たとえば、0ないしNの物理セクタアドレスを、いずれかの任意の論理セクタアドレス0ないしNに割り当てることができる。
【００３２】
次にステップ706で、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、論理セクタアドレスに対する物理セクタアドレスの対応関係を、メモリ305内の例示的テーブル600Aなどのデータ構造に格納する。例示的データ構造600Aに示すように、3つの論理セクタアドレス604が対応する物理セクタアドレス602に割り当てられる。
【００３３】
次にステップ708で、論理セクタアドレス書き込み要求に関連付けられたデータがフラッシュメディア100/200上に、ステップ704で割り当てられた物理セクタアドレス位置で格納される。たとえば、データがメディア100/200上のゼロの物理セクタアドレス位置に格納され、これは11の論理セクタアドレスに対応する。
【００３４】
ここで例のため、ステップ710でファイルシステム305が、別の書き込み要求を発行するが、この場合、先にステップ702で発行された論理セクタアドレスに関連付けられたデータを修正すると仮定する。次いで、フラッシュドライバ306がステップ712ないし714を実行し、これらはステップ704ないし708にそれぞれ等しく、これらについては上で記載している。
【００３５】
しかし、ステップ718で、ステップ710に関連付けられた更新されたデータがフラッシュメディア100/200上にうまく格納された後、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、ステップ704で割り当てられた古い物理セクタアドレスに「ダーティ」というマークを付ける。古いデータは、新しいデータがメディア100/200に書き込まれた後にダーティというマークを付けられ、そのため、電力障害が書き込みオペレーションの途中にある場合、論理-物理セクタマッピングモジュール404は古いデータを失わないようになる。ステップ702または710からの新しいかまたは更新されたデータを失うことが可能であるが、消去オペレーションを実行する必要がないので、新しいかまたは修正されたデータのただ1つの項目が電力障害の場合に失われる。
【００３６】
図6Bはデータ構造600Bを示すが、これはその内容が更新されている以外はデータ構造600Aと同じものである。この実施例では、ファイルシステム305が論理セクタアドレス11に関連付けられたデータを更新している。したがって、フラッシュドライバ306が論理セクタアドレス11を物理セクタアドレス3に再割り当てし、再割り当てされた、これらの2つのアドレスの間の対応関係をデータ構造600Bに格納する。ステップ710-718を参照して記載されるように論理セクタ11の内容が実際に物理セクタアドレス3に書き込まれ、データの内容が物理セクタアドレス3にうまく書き込まれた後で、データ構造600Bに例示するようにセクタ0の内容に「ダーティ」というマークが付けられる。
【００３７】
先に格納されたデータがファイルシステム305によって更新されるとき、論理-物理セクタアドレスを再割り当てするこのプロセスにより、書き込みオペレーションを、データのブロック全体を移動させるために待機する必要なく行い、消去オペレーションを実行することができる。そのため、プロセス700によりデータ構造を高速に更新することができ、ついで物理的書き込みオペレーションが実際の物理メディア100/200上で発生することが可能となる。フラッシュ抽象化ロジック308は600A/600Bなどのデータ構造を使用して、論理-物理マッピング関係を正しく維持する。
【００３８】
ファイルシステム305によって発行された読み取り要求があるとき、フラッシュ抽象化ロジック308が、論理-物理マッピングモジュール404を通じて、データ構造600A/600Bを探索して、読み取り要求に関連付けられた論理セクタアドレスとの対応関係を有する物理セクタアドレスを取得する。次いで、フラッシュメディアロジック310がこの物理セクタアドレスを、読み取り要求に関連付けられたデータをファイルシステム305に戻すように送信するための基礎として使用する。ファイルシステム305は、論理セクタアドレスへのその要求が実際には物理セクタアドレスにマッピングされることを知るための知能を必要としない。
【００３９】
停電保護
書き込みオペレーションはブロックレベルとは対照的にセクタレベルで実行され、これにより電力障害の状況中のデータ損失の可能性が最小限にされる。データのセクタ分が、大部分のファイルシステム305に関して使用される細分性の最も細かいレベルである。したがって、フラッシュドライバ306がセクタ毎のベースで動作するように実施される場合、電力障害中のデータ損失の可能性が低減される。
【００４０】
上で述べたように、データ構造600A、600Bがメモリ304に格納され、これは1つの例示的実施では通常、電力障害の場合に消去を達成する揮発性メモリデバイスである。データ完全性をフラッシュメディア100/200上で保護するため、データ構造600A/600Bに格納された論理-物理マッピング情報がフラッシュメモリメディア上でバックアップされる。
【００４１】
1つの例示的実施では、データ構造全体をフラッシュメモリメディア100/200上で格納することに関連付けられたコストを削減するため、論理セクタアドレスがメディアのスペア104のエリアに、論理セクタアドレスが対応関係を有する各物理セクタと共に格納される。
【００４２】
図8は、例示的データ構造600Aおよび600Bなど、揮発性データ構造に格納された論理-物理セクタアドレス情報のマッピングを保護するためのプロセス800を例示する。プロセス800はステップ802-814を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない、さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。ステップ802で、実際のデータに関連付けられた論理セクタアドレスが、フラッシュメモリメディア100/200の物理セクタにおいて、論理セクタアドレスに割り当てられた物理セクタアドレスに格納される。NANDフラッシュメモリメディア100の場合、論理セクタアドレスがメディアのスペアエリア104に格納される。このスキームを使用して、論理-物理セクタマッピング情報がリバースルックアップフォーマットで格納される。したがって、電力障害の状況の後、各物理セクタのためのスペアエリアをメディア上で走査し、対応する論理セクタアドレスを決定し、次いでメモリ内ルックアップテーブルをそれに応じて更新することが必要である。図9は、メディア100/200内で論理セクタアドレスを格納することができる位置を例示する。先に述べたように、NORフラッシュメモリのブロックを論理的に物理セクタに、それぞれスペアエリアにより細分することができる(NANDに類似する)。この技術を使用して、論理セクタアドレスが各物理セクタのためのスペアエリアに格納され、これはNANDフラッシュメモリと共に使用されたプロセスに類似する(図15で空間1504として示し、図15を参照して記載する)。
【００４３】
図8の判断ステップ804のYESブランチによって示すように、停電がありデータ構造600Aおよび600Bが失われる場合、ステップ806に示すようにフラッシュ抽象化ロジック308がフラッシュメディアロジック310を使用して、フラッシュメモリメディアを走査して、データと共に各物理アドレス(図9)に格納された論理セクタアドレスをさがす。ステップ808で、データが含まれる物理セクタアドレスが、データと共にメディア上に位置する論理セクタアドレスに再割り当てされる。物理および論理セクタアドレスが再確立されるので、これらがデータ構造600A、600Bに戻すように格納され、フラッシュメディアロジック310が、データを含む次のセクタへ進行し、これをステップ812に示す。ステップ806-812は、データを含むすべてのセクタが走査され、データ構造が再確立されるまで繰り返される。通常、これはコンピュータデバイス300の初期化で起こる。
【００４４】
したがって、電力障害が起こるとき、プロセス800により、フラッシュ抽象化ロジック308がメディア100/200を走査して、論理-物理マッピングを例示的データ構造600などのデータ構造内に再構築することができる。プロセス800は、マッピング情報が電力障害中に失われないこと、およびデータ完全性が保持されることを保証する。
【００４５】
データを追跡するための動的ルックアップデータ構造
図10は、フラッシュメモリメディア100/200に格納されたデータを追跡するための動的ルックアップデータ構造1000を例示する。データ構造1000は、マスタデータ構造1002および1つまたは複数の2次データ構造1004、1006を含む。データ構造はフラッシュドライバ306によって生成かつ維持される。データ構造はメモリ304の揮発性部分に格納される。1つまたは複数の2次テーブル1004、1006は論理-物理セクタアドレスのマッピングを含む。以下で説明するように、各2次データ構造1004、1006は所定のマッピングの容量を有する。マスタデータ構造1002は、1つまたは複数の各2次データ構造1004、1006へのポインタを含む。各2次データ構造は、データを格納するために使用される論理-物理アドレスをマッピングするために必要とされるベースに割り当てられる。2次データ構造1004、1006の容量などが超過されると、別の2次データ構造が割り当てられ、また別のものが割り当てられることなどが、最終的にフラッシュメディア100/200上のすべての可能な物理セクタアドレスが論理セクタアドレスにマッピングされるまで行われる。2次テーブルが割り当てられるたびに、マスタデータ構造1002に含まれたポインタがフラッシュドライバ306によって、それをポイントするために使用可能にされる。
【００４６】
したがって、フラッシュドライバ306が動的に1つまたは複数の2次データ構造1004、1006を、フラッシュメディア自体上に格納された永続データの量に基づいて割り当てる。2次データ構造のサイズ特性はランタイムで、フラッシュメモリメディア100/200の特定の属性を使用して計算される。2次データ構造は、先に割り当てられた2次データ構造が満たされるか、あるいはファイルシステム305によって必要とされた論理アドレス空間の量を処理するために不十分とならない限り、割り当てられない。したがって、動的ルックアップデータ構造1000はメモリ304の使用を最小限にする。動的ルックアップデータ構造1000は、カレンダ、受信箱、ドキュメントなどを使用し、大部分の論理セクタアドレス空間を物理セクタアドレスにマッピングすることが必要とされないコンピュータデバイス300に向いている。これらのアプリケーションでは、論理セクタの有限範囲のみが繰り返しアクセスされ、新しい論理セクタには、アプリケーションがさらに記憶領域を必要とするときにのみ書き込まれる。
【００４７】
マスタデータ構造1002は、割り当てられる2次データ構造をポイントするポインタ0ないしNのアレイを含む。図10の実施例では、位置0および1のポインタが2次データ構造1004および1006をそれぞれポイントする。また図10の実施例の説明では、ポインタ2ないしNがいかなる2次データ構造もポイントせず、デフォルト設定「NULL」を含み、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、さらに割り当てられる2次データ構造がないことを知るようになる。
【００４８】
各2次データ構造1004、1006はデータ構造600に類似しているが、合計の可能なメディアの一部のみが2次データ構造においてマップされる。2次データ構造により、フラッシュ抽象化ロジック308が、メモリ304において必要とされる空間の量を、ファイルシステムによって発行された論理セクタアドレスの部分のみに削減することができる。各2次データ構造は(b*k)バイトのサイズである。ここでkはデータ構造に含まれた物理セクタアドレスの数であり、bは各物理セクタアドレスを格納するために使用されたバイトの数である。
【００４９】
図11は、フラッシュメモリメディア100/200上のデータを追跡するためのルックアップデータ構造を動的に割り当てるためのプロセス1100を例示する。プロセス1100はステップ1102ないし1106を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。
【００５０】
ステップ1102で、1つまたは複数の2次データ構造1004、1006へのポインタを含むマスタデータ構造1002が生成される。この例示的実施におけるマスタデータ構造1002のサイズは固定される。コンピュータデバイス300が起動するとき、フラッシュメディアロジック310がフラッシュメモリメディア100/200のサイズを決定し、この情報をフラッシュ抽象化ロジック308にリレーする。フラッシュメディアのサイズに基づいて、フラッシュ抽象化ロジック308が物理アドレスの範囲を計算する。すなわち、フラッシュメディアのサイズが16MBであると仮定すると、NANDフラッシュメディア100が通常は各512バイトのサイズの32768個のセクタを含むようになる。これは、すべてのメモリ空間がフラッシュメディア上で使用されると仮定すると、悪い場合のシナリオではフラッシュ抽象化ロジック308が0ないし32768個の論理セクタの合計をマッピングする必要のある可能性があることを意味する。215個のセクタがメディア上にあることを知ると、フラッシュ抽象化ロジック308が2バイトを使用して、各論理セクタアドレスに対する物理セクタアドレスを格納することができる。そのため、マスタデータ構造が256DWORD(N=256)のアレイとして実施され、これはファイルシステムによって発行される論理セクタアドレスの最大量(たとえば、32768個)を包含する。そのため、合計で256個の潜在的な2次データ構造がある。
【００５１】
ステップ1104で、2次データ構造が割り当てられる。最初に、フラッシュ抽象化ロジックが、各潜在的2次データ構造のための最小可能なサイズを決定する。簡単な除算を使用すると、32768/256=128個の論理セクタアドレスが各データ構造によってサポートされる。上に述べたように、物理空間全体を、2バイト、b=2を使用してマッピングすることができ、したがって各2次データ構造が256バイトのサイズ、すなわち(b=2*k=128)となる。
【００５２】
ここで、各2次データ構造のサイズを知ると、ファイルシステム305が論理セクタアドレス50-79に書き込むことを要求すると仮定するが、このアドレスはLS50-LS79としても知られる。ファイルシステム305からの書き込み要求を満たすため、フラッシュ抽象化ロジック308は、マスタデータ構造1002における第1のポインタが論理セクタアドレスLS0-LS127またはデータ構造1004のために使用されることを計算する。第1のポインタがNULLであると仮定すると、フラッシュ抽象化ロジック308がデータ構造1004(256バイトのサイズ)をメモリ304内に割り当てる。ステップ1106で示すように、フラッシュ抽象化ロジック308により、マスタデータ構造の位置0におけるポインタがデータ構造1004をポイントすることができる。そのため、この実施例では、データ構造1004が使用されて、論理セクタLS50-LS79のためのマッピング情報が格納される。
【００５３】
フラッシュ抽象化ロジック308は、ファイルシステム305がフラッシュメディア100/200内の対応するエリアに書き込む場合、2次データ構造を割り当てる。通常、使用される論理セクタアドレスのみがフラッシュ抽象化ロジック308によってマッピングされる。そのため、最悪の場合のシナリオでは、ファイルシステム305が論理アドレス空間全体にアクセスするとき、すべての256個の2次データ構造(図10の実施例では、2つのみ、1004、1006が割り当てられるように図示する)がそれぞれ256バイトのサイズであり、メモリ304において合計で64KBの空間を必要として割り当てられるようになる。
【００５４】
割り当てられたデータ構造1004がたとえば、ファイルシステム305によって発行された論理セクタアドレス空間を格納するために不十分となるとき、フラッシュ抽象化ロジック308がデータ構造1006のような別のデータ構造を割り当てる。動的に2次データ構造を割り当てるこのプロセスはまた、データ構造1004が十分となる場合にも後に適用されて、ファイルシステムによって行われたすべての論理セクタアドレス要求が再度処理される。この実施例では、データ構造1006へのポインタがフラッシュ抽象化ロジック308によって使用不能にされ、データ構造1006がメモリ304内で空き空間となる。
【００５５】
一様なウェアレベリングおよびセクタのリサイクル
図12は、フラッシュドライバ306によって連続した円1200として見られ、かつ/または処理されるフラッシュメモリメディア100/200の図である。物理的には、フラッシュメモリメディアは、フラッシュ抽象化ロジック308がフラッシュメモリメディアを0からNのブロックを含む連続した円1200であるかのように編成する以外は、図1および2に示すメディア100/200のいずれかと同じものである。したがって、ブロックN内の最上位物理セクタアドレス(例示を簡単にするために個々のセクタを図12に図示しないが、図1および2で見ることができる)およびブロック0内の最下位物理セクタアドレスが連続しているように見られる。
【００５６】
図13は、連続した円1200として見られるメディア100/200のもう1つの図を例示する。この例示的な例示では、セクタマネージャ402が書き込みポインタ1302を維持し、これが、メディア上でデータを受信するために次に使用可能な空きセクタを指示する。次に使用可能な空きセクタは、最初に規定された順序で消去される必要なくデータを受け入れることができるセクタである。書き込みポインタ1302は2つのカウンタの組み合わせとして実施される、すなわち、セクタをカウントするセクタカウンタ1306、およびブロックをカウントするブロックカウンタ1304である。組み合わせられた両方のカウンタが、データを受信するために次に使用可能な空きセクタを指示する。
【００５７】
代替実施では、書き込みポインタ1302を単一のカウンタとして実施することができ、これは書き込みオペレーション中にデータを受け入れるために空いている次の物理セクタを指示することができる。この実施にしたがって、セクタマネージャ402が、メディア上でデータを受信するために空いているすべての物理セクタアドレスのリストを維持する。セクタマネージャ402はメディア上の最初および最後の物理セクタアドレス(連続したアドレス)を格納し、2つのアドレスを減じて空きセクタの全体のリストを決定する。次いで、書き込みポインタ1302がリスト中を循環かつ連続した方法で進む。これにより、セクタマネージャ402によって格納する必要のある情報の量が低減される。
【００５８】
図14は、セクタマネージャ402によって、フラッシュドライバ306がデータをメディア100/200上に格納するための次に使用可能な空きセクタ位置を決定するために使用されるプロセス1400を例示する。またプロセス1400により、セクタマネージャ402が各物理セクタアドレス(次の空きセクタ用)を、上に記載したようにファイルシステム305による各論理セクタアドレス書き込み要求に割り当てるために提供することもできる。プロセス1400はステップ1402-1418を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。
【００５９】
ステップ1402で、Xブロックカウンタ1304およびYセクタカウンタ1306が最初にゼロに設定される。この時点では、データがメディア100/200上に存在していないと仮定される。
【００６０】
ステップ1404で、ドライバ306が書き込み要求を受信し、セクタマネージャ402が、次に使用可能な空き物理セクタアドレスを論理-物理セクタマッピングモジュール404に送信するように問合せされる。書き込み要求はファイルシステム305から、かつ/または内部的にコンパクタ406から、セクタをリサイクルするために来る可能性があるが、これについては以下でより詳細に説明する。
【００６１】
ステップ1406で、データが、書き込みポインタ1302によって指示されたセクタに書き込まれる。この例示的な説明では両方のカウンタが最初にゼロに設定されるので、書き込みポインタ1302がセクタゼロ、ブロックゼロをポイントすると仮定する。
【００６２】
ステップ1408で、セクタカウンタ1306が1つの有効セクタだけ進められる。たとえば、書き込みポインタが、ステップ1406からの例に続いて、ブロックゼロのセクタ1に進む。
【００６３】
次に判断ステップ1410で、セクタマネージャ402が、セクタカウンタ1306がブロック内のセクタの数Kを超えるかどうかをチェックする。Yカウントがブロックの最大セクタサイズを超えない場合、ステップ1410の判断ステップのNOブランチに従って、ステップ1404-1410が次の書き込み要求について繰り返す。
【００６４】
他方では、Yカウントがブロックの最大セクタサイズを超えない場合、ブロックの最上位物理セクタアドレスは書き込まれており、そのブロックが満たされている。次いで、ステップ1410のYESブランチに従って、ステップ1412で、Yカウンタがゼロにリセットされる。次にステップ1414で、Xブロックカウンタ1304が1だけ増分され、これにより書き込みポインタ1302を次のブロックの最下位の有効物理セクタアドレス、ゼロに進める。
【００６５】
次に判断ステップ1416で、コンパクタ406が、Xブロックカウンタが不良ブロックをポイント中であるかどうかをチェックする。そうであった場合、Xブロックカウンタ1304が1だけ増分される。1つの実施では、コンパクタ406がこの条件のチェックを担う。上で述べたように、セクタマネージャが、書き込み要求を処理するために空いているすべての物理セクタアドレスを格納する。物理セクタアドレスのブロック全体が常にコンパクタによって、コンパクション(compaction)中あるいは初期化中に追加される。そのため、セクタマネージャ402は、ブロックが不良であるかどうかを調べるためにチェックする必要はないが、セクタマネージャを、それを行うように実施することができる。他の実施では、ステップ1416をプロセス1400の最初に実行できることにも留意されたい。
【００６６】
ステップ1417で、Xブロックカウンタ1304が、それが優良ブロックをポイント中になるまで増分される。連続ループを回避するため、すべてのブロックが不良であった場合、プロセス1400がステップ1416で停止し、ユーザに、すべてのブロックが不良であるという指示を提供する。
【００６７】
次に判断ステップ1418で、セクタマネージャが、Xブロックカウンタ1304がブロックの最大数Nを超えるかどうかをチェックする。これは、書き込みポインタ1302が円を一周したところ(円1200の最上部)に到着していることを示す。そうであった場合、ステップ1418のYESブランチに従って、プロセス1400が繰り返し、XおよびYカウンタがゼロにリセットされる。そうでない場合、ステップ1418のNOブランチに従って、プロセス1400がステップ1404に戻り、続行する。
【００６８】
この例示的プロセス1400で、書き込みポインタ1302が最初に、最下位アドレス指定ブロックの最下位物理セクタアドレスから開始する。書き込みポインタ1302は一度に1セクタずつ、最上位アドレス指定ブロックの最上位物理セクタアドレスまで進み、そして最下位に戻る。この連続した循環プロセス1400により、データがメディア100/200の各セクタに適切かつ均等に書き込まれる。他のいずれか以外に書き込まれる特定のブロックまたはセクタはなく、一様なウェアレベルがメディア100/200中で保証される。したがって、プロセス1400により、一様なウェアレベルを維持している間に新しいデータを書き込む位置を決定するために使用される高価な処理アルゴリズムなしに、データを次に使用可能な空きセクタに非常に高速に書き込むことができる。このような従来のアルゴリズムは、コンピュータデバイスの書き込み速度を低速にする可能性がある。
【００６９】
代替実施では、書き込みポインタ1302が逆時計回りの方向に、最上位ブロックアドレスNの最上位物理セクタアドレスにより開始して移動し、そのカウンタを減分することが可能である。いずれの場合も、不良ブロックをセクタマネージャが完全にスキップかつ無視することができる。加えて、カウンタをいずれかの値に設定することができ、必ずしもカウンタについての最高または最低の値により開始する必要はない。
【００７０】
図15は、連続した円1200として見られるメディア100/200のもう1つの図を例示する。図15のように、書き込みポインタ1302がブロック0ないし7中を進んでおり、円1200のほぼ半分のところにある。したがって、ブロック0ないし7はダーティ、有効データまたは不良ブロックを含む。すなわち、ブロック0ないし7における各優良セクタは空いておらず、したがって新しいかまたは修正されたデータを受信するために使用可能ではない。矢印1504は、ブロック0ないし7が使用済セクタを含むことを表す。最終的に、書き込みポインタ1302も、ダーティというマークが付けられるか、あるいは有効でないセクタがクリアされリサイクルされない限り、書き込むための空きセクタを使い果たすようになる。セクタをクリアすることは、セクタが書き込み可能な状態にリセットされる、あるいはすなわち「消去」されることを意味する。セクタを空けるために、少なくとも一度に1つのブロックを消去することが必要である。しかし、ブロックを消去できるようにする前に、すべての優良セクタの内容が空きセクタに、メディアの異なる部分にコピーされる。次いで、これらのセクタに「ダーティ」というマークが付けられ、ブロックが消去される。
【００７１】
コンパクタ406は、メディア100/200の状態を監視して、空きセクタをセクタマネージャ402に戻してリサイクルするためにブロックを消去するために適切なときを決定することを担う。コンパクタ406はまたクリアオペレーションの実行も担う。クリアオペレーションを完了するため、コンパクタ406はセクタマネージャ402と同様に、ポインタを維持する。この場合、コンパクタ406はクリアポインタ1502を維持するが、これは図15に示されている。クリアポインタ1502は物理ブロックをポイントし、以下で説明するようにコンパクタ406が、ブロックがクリアされるときにメディア100/200としてのセクタを追跡できるようにする。消去オペレーションがブロック全体に影響を及ぼすので、コンパクタ406は、次にコンパクトするためのブロックへのポインタを維持することができる。すなわち、コンパクタ406がブロックをコンパクト中でないとき、コンパクタ406がブロックをポイントする。
【００７２】
図16は、コンパクタによってセクタをリサイクルするために使用されるプロセス1600を例示する流れ図である。プロセス1600はステップ1602-1612を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。ステップ1602で、コンパクタ406が、どの程度の頻度でフラッシュメモリメディア100/200がファイルシステムによって書き込まれるか、あるいは更新されるかを監視する。これは、特にメディア100/200上の空きセクタおよびダーティセクタの量を監視することによって実施される。空きセクタおよびダーティセクタの数を、上に記載したテーブル600および/または900に格納された空きセクタおよびダーティセクタをカウントして決定することができる。
【００７３】
判断ステップ1604で、コンパクタ406が2つの比較を実行して、セクタをリサイクルすることが賢明であるかどうかを決定する。第1の比較は、空きセクタの量をダーティセクタと比較することを備える。ダーティセクタの量が空きセクタに数でまさった場合、コンパクタ406が、リサイクルオペレーションを実行することが正当であると見なし、これはこの場合、「サービスコンパクション(service compaction)」と呼ばれる。したがって、サービスコンパクションは、ダーティセクタの数が空きセクタの量に数でまさるとき、指示される。
【００７４】
サービスコンパクションが正当であると見なされた場合、メディアのコントロールをつかんでステップ1608-1612を実行してダーティデータのブロックをクリアする前に、ステップ1606でコンパクタが低い優先度のスレッド1606を待つ。ダーティセクタを空きセクタにリサイクルすることがオプションであるとき、サービスコンパクションが他の好都合なときに発生するように実施することもできる。たとえば、代替実施では、全体のセクタの3分の1がダーティであるとき、フラッシュ抽象化ロジック308がサービスコンパクションを実行することができる。いずれの実施でも、通常はコンパクタ406がより高い優先度のスレッドを待って、プロセッサ302および/またはフラッシュメディア100/200のコントロールを放棄する。低い優先度のスレッドが使用可能になると、プロセスがステップ1608に進む。
【００７５】
ステップ1604に戻って参照すると、第2の比較は、メディア上に残された空きセクタの量を比較して、書き込みポインタ1302がポイントするための空きセクタを今にも使い果たそうとしているか、あるいは使い果たしているかどうかを決定することを備える。これがその状況であった場合、コンパクタ406が、「クリティカルコンパクション(critical compaction)」を命令してセクタをリサイクルすることが正当であると見なす。コンパクタは低い優先度のスレッドを待たず、即時にステップ1608を開始する。
【００７６】
ステップ1608で、コンパクタ406が、ステップ1604に応じて、高い優先度のスレッドまたは低い優先度のスレッドのいずれかで動作する。高レベルのスレッド(クリティカルコンパクション)で動作する場合、コンパクタ406は少数、たとえば16個のダーティセクタを空きセクタにリサイクルすることに制限され、プロセッサのコントロールをコンピュータデバイス300に戻して、割込みなどの間にプロセッサ302の独占が回避される。
【００７７】
ブロックにつき32個のセクタが一般にフラッシュメディアでは製造されるが、より大きいかまたは小さい他の数のセクタをクリティカルコンパクションのために選択することができる。これらのサイズ特性に関係なく、クリティカルコンパクション中にリサイクルされるセクタの数は任意であるが、少なくとも1にしなければならない(現在の「書き込み」要求を満たすため)。クリティカルコンパクションは、ファイルシステム305が書き込みを完了させることができないように機能を停止させ、したがって、コンパクションを可能な限りすぐに完了させること重要である。クリティカルコンパクションの場合、コンパクタ406は少なくとも1つのダーティセクタを空きセクタにリサイクルし、メディア上で保留中の書き込み要求を履行するための空間があるようにしなければならない。16個など複数のセクタを一度にリサイクルしておくことにより、引き続いて実行される多数の保留中の書き込み要求および多数のクリティカルコンパクションが存在して事実上プロセッサのコントロールを無期限にブロックする状況が回避される。そのため、クリティカルコンパクションのために選択される、リサイクルされるセクタの数は変わる可能性があるが、引き続くクリティカルコンパクションを防止するために十分な数が、例示的記載において実施される。
【００７８】
そのため、ステップ1608で、コンパクタ406がクリアポインタ1502を使用して、セクタを有効データについて走査し、データを空きセクタに再書き込みし、データの移動が成功した後にセクタにダーティというマークを付ける。したがって、データを移動させるとき、コンパクタは、プロセス700を参照して記載したものと同じプロセスを使用し、これは、ファイルシステム305が新しい、かつ/または更新データを書き込むとき、使用されるものと同じコードである。コンパクタ406はデータを移動させるとき、セクタマネージャ402に空きセクタについて問合せ、これはプロセス1400を参照して記載したものと同じ方法による。
【００７９】
ステップ1610で、コンパクタ406は、クリアポインタ1502の位置に関係する以外は図13のような書き込みカウンタ1306と同様のセクタカウンタを使用して、クリアポインタ1502をセクタ毎に移動させる。コンパクタ406はまたブロックをカウンタ中で追跡し、これは書き込みポインタ1302を参照して記載したものと類似の方法による。しかし、クリアされるブロックの量は、クリティカルコンパクションを除いて、ダーティセクタの数によって決定される。クリティカルコンパクションでは、コンパクタが、少数の物理セクタ(すなわち、16個のセクタ)をリサイクルするために十分なブロックのみをコンパクトする。
【００８０】
ステップ1612で、コンパクタが、完全にダーティというマークが付けられる優良セクタを含むブロックを消去(クリア)する。図17はプロセス1600からの例示的結果を示す。この実施例は別のコンパクションが正当であると見なされる場合であり、ブロック0および1がクリアされており、クリアポインタがブロック2の最初のセクタへ移動されている。結果として、コンパクタ406が2ブロック分のセクタをブロック0および1からリサイクルしており、これによりさらに多くの空きセクタをセクタマネージャ402に提供する。使用済セクタ1504は、この実施では時計回りの方式で回転するデータストリーム(以下、「データストリーム」1504)を形成する。書き込みポインタ1302はデータストリーム1504の先頭に残り、クリアポインタ1502がデータストリーム1504の最後または「末尾(tail)」に残る。データストリーム1504は、データが削除されるときに縮小し、あるいは新しいデータが追加されるときに増大する可能性があるが、これらのポインタは常にデータストリーム1504の反対の側、すなわち先頭および末尾をポイントする。
【００８１】
フラッシュメモリメディアを、物理セクタアドレスが連続した円1200を形成するかのように処理し、上に記載したプロセスを使用することにより、フラッシュ抽象化ロジック308が一様なウェアレベリングをメディア100/200中で実施することができる。コンパクタ406が所与のブロックを、消去を通じてセクタをリサイクルするために同じ回数選択する。フラッシュブロックは制限された書き込み/消去サイクルを有するので、コンパクタならびにセクタマネージャはこれらのオペレーションをブロック0-Nに渡って可能な限り均等かつ正しく分散させる。これに関して、データストリーム1504が円1200(すなわち、メディア100/200)内を一様に回転し、完全なウェアレベルをフラッシュメモリメディア100/200上で提供する。
【００８２】
電力障害の場合、フラッシュ抽象化ロジック310は単純なコード化ロジックを含み、これがフラッシュメモリメディア100/200を走査し、かつどの位置に空きおよびダーティというマークが付けられているかを決定する。次いで、このロジックは、データストリーム1504が、空きおよびダーティというマークの付けられた位置の間、たとえば、図17に記載する円1200のデータストリーム1106の部分に存在することを推論することができる。データストリーム1504の先頭および末尾は容易に決定されるが、これは、先頭に関するデータを含む物理セクタアドレスの最上位をさがし、かつ末尾についてのデータを含む物理セクタアドレスの最下位を探すことによって行われる。
【００８３】
NORフラッシュデバイス
この詳細な説明における前述のすべてのセクションは、NANDおよびNORフラッシュデバイスに適用されるが、NORフラッシュメモリメディア200が使用される場合、いくつかの追加の実施が、フラッシュメディアロジックがメディア200上の各物理セクタにおけるデータの格納をサポートするために必要とされる。各NORブロック0、1、2などをNANDフラッシュメモリメディア100のように、フラッシュメディアロジック310によって処理することができる。具体的には、(上に記載したように)各NORブロックがいくつかの数のページに細分され、各ページは、セクタデータのための512バイトの「データエリア」、および論理セクタアドレス、状況ビットなどのようなものを格納するための8バイトの「スペアエリア」からなる。
【００８４】
図18は、フラッシュドライバによって実施されるプロセスおよび技術をよりよくサポートする方法において分割されたNORフラッシュメモリメディア200の論理表現を例示する。この実施では、セクタ1802が、512バイトのデータエリア1803をセクタ関連データの格納のために、8バイトをスペアエリア1804のために含む。セクション1806はNORブロックの未使用部分を表すが、これはNORフラッシュブロックが通常は2のべき乗のサイズであり、均等に割り切れないからである。たとえば、16MBのNORフラッシュメモリデバイスで、各128KBのサイズの128個のフラッシュブロックを有するものを考察する。520バイトに等しいページサイズを使用すると、各NORフラッシュブロックを252個の異なるセクタに分割することができ、32バイトが未使用で残る。残念ながら、ブロックにつきこれらの32バイトがフラッシュメディアロジック310によって例示的実施では「無駄(wasted)」にされ、セクタデータを格納するために使用されない。しかし、このトレードオフは、改善された書き込みのスループット、一様なウェアレベリング、データ損失の最小化など、すべて、上に記載した例示的フラッシュドライバ306のフラッシュ抽象化ロジック308によって提供されるものである。代替実施を、メディア200を異なるセクタサイズに分割することによって実施することができる。
【００８５】
コンピュータ可読媒体
フラッシュドライバを上に記載したように使用した例示的主題の実施を、ある形式のコンピュータ可読媒体上に格納し、あるいはこれを介して伝送することができる。コンピュータ可読媒体を、コンピュータがアクセスすることができるいかなる使用可能なメディアにすることもできる。例として、限定ではなく、コンピュータ可読媒体には「コンピュータ記憶媒体」および「通信媒体」が含まれる可能性がある。
【００８６】
「コンピュータ記憶媒体」には、揮発性および不揮発性、取外し可能および取外し不可能のメディアが含まれ、これはコンピュータ可読命令、データ構造、プログラムモジュールまたは他のデータなど、情報を格納するためのいずれかの方法または技術において実施される。コンピュータ記憶媒体には、それだけに限定されるものではないが、RAM、ROM、EEPROM、フラッシュメモリまたは他のメモリ技術、CD-ROM、デジタル多用途ディスク(DVD)または他の光学記憶装置、磁気カセット、磁気テープ、磁気ディスク記憶装置または他の磁気記憶装置、または、所望の情報を格納するために使用することができ、かつコンピュータがアクセスすることができる他のいかなるメディアもが含まれる。
【００８７】
「通信媒体」は通常、コンピュータ可読命令、データ構造、プログラムモジュール、または、搬送波または他の移送メカニズムなどの変調データ信号内の他のデータを表現する。通信媒体はまたいずれかの情報送達媒体も含む。
【００８８】
「変調データ信号」という用語は、信号内の情報を符号化するような方法で設定あるいは変更されたその特性のうちの1つまたは複数を有する信号を意味する。限定ではなく例として、通信媒体には、ワイヤードネットワークまたはダイレクトワイヤード接続などのワイヤードメディア、および、音波、RF、赤外線および他のワイヤレスメディアなどのワイヤレスメディアが含まれる。上のいずれかの組み合わせも、コンピュータ可読媒体の範囲内に含まれる。
【００８９】
結論
本発明を、構造的な特徴および/または方法的動作に特有の言語で記載したが、特許請求の範囲において定義された本発明が必ずしも、記載した特定の特徴または動作に限定されないことを理解されたい。むしろ、特定の特徴および動作は、請求された本発明を実施する例示的形式として開示される。
【図面の簡単な説明】
【図１】 NANDフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【図２】 NORフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【図３】 1つまたは複数のフラッシュメモリデバイスを使用して情報を格納する、コンピュータデバイスの関連コンポーネントを例示する図である。
【図４】フラッシュ抽象化ロジックのブロック図を例示する図である。
【図５】フラッシュメディアロジックの例示的ブロック図を例示する図である。
【図６Ａ】論理セクタアドレスと物理セクタアドレスとの間の対応関係を格納するために使用されるデータ構造を示す図である。
【図６Ｂ】図6Aにおけるデータ構造と同じであり、ただしその内容が更新されているデータ構造を示す図である。
【図７】ファイルシステムが書き込み要求をフラッシュドライバに発行するとき、フラッシュメモリメディア上のデータを追跡するために使用されるプロセスを例示する図である。
【図８】図6Aおよび6Bに示すデータ構造など、揮発性データ構造に格納された論理-物理セクタアドレス情報のマッピングを保護するためのプロセスを例示する図である。
【図９】フラッシュメモリメディア内で、論理セクタアドレスを電力障害の場合に保護するために格納することができる位置を例示する図である。
【図１０】フラッシュメモリメディアに格納されたデータを追跡するための動的ルックアップデータ構造を例示する図である。
【図１１】フラッシュメモリメディア上のデータを追跡するためのルックアップデータ構造を動的に割り当てるためのプロセスを例示する図である。
【図１２】フラッシュドライバによって連続した円として見られ、かつ/または処理されるフラッシュメモリメディアの図である。
【図１３】連続した円として見られるメディアのもう1つの例示を示す図である。
【図１４】セクタマネージャによって、フラッシュドライバがデータをメディア上に格納するための次に使用可能な空きセクタ位置を決定するために使用されるプロセスを例示する図である。
【図１５】連続した円として処理されるメディアのもう1つの図を例示する図である。
【図１６】コンパクタによってセクタをリサイクルするために使用されるプロセスを例示する流れ図である。
【図１７】図16に例示したプロセスからの1つの例示的結果を示す図である。
【図１８】フラッシュドライバによって実施されるプロセスおよび技術をよりよくサポートする方法において分割されたNORフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【符号の説明】
100、200 フラッシュメモリメディア
300 コンピュータデバイス
302 プロセッサ
304 メモリ
305 ファイルシステム
306 フラッシュドライバ
307 アプリケーションプログラム
308 フラッシュ抽象化ロジック
309 オペレーティングシステム
310 プログラマブルフラッシュメディアロジック
【発明の属する技術分野】
本発明はフラッシュメモリドライバに関し、より詳細には、オープンアーキテクチャのフラッシュメモリドライバに関する。
【０００２】
【従来の技術】
フラッシュメモリは、情報を電力なしで保持することができ、かつ消去(erase)かつ再プログラムが可能な不揮発性記憶媒体である。フラッシュメモリがコンピュータデバイスにおいて占有するスペースはごくわずかであり、そのメモリを保持するために連続した電力を必要としないので、ラップトップコンピュータ、ポータブル・デジタル・アシスタント(PDA)、ポータブル通信/コンピュータデバイスなど、多数のポータブルコンピュータデバイス、および多数の他のタイプの関連デバイスが情報の格納のための主要媒体としてフラッシュメモリを使用している。加えて、フラッシュメモリは振動、および多数のポータブルコンピュータデバイスに頻繁に発生する偶発的な落下に強い。したがって、フラッシュメモリはますます、大部分のポータブルコンピュータデバイスのために好んで選ばれる記憶媒体となりつつある。
【０００３】
大部分のフラッシュメモリのメーカはフラッシュメモリをメーカ独自のコントローラと共に販売しており、これを一般にフラッシュドライバという。通常、これらのフラッシュドライバは、他のメーカによって製造されたフラッシュメモリと互換性を有していない。これにより、メーカによって展開されたオペレーティングシステムおよび/またはファイルシステムがしばしば特定のメーカ独自のフラッシュドライバに結び付けられるので、ポータブルコンピュータデバイスのメーカにとっての柔軟性が低減する。フラッシュメモリメディアの交換にはしばしばファイルシステムの単調な修正が必要となり、これはフラッシュメモリメディアに関連付けられた特定のフラッシュドライバとの互換性を保証するためである。ある状況では、いくつかのオペレーティングならびにファイルシステムがあるフラッシュメディアと互換性を有しておらず、ドライバの互換性の欠如のため、ポータブルコンピュータデバイスのいくつかのメーカが強制的にある程度は特定のフラッシュメモリに固定されるようになる可能性がある。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】
オープンアーキテクチャのフラッシュドライバを記載する。このフラッシュドライバはオープンに互換性を有して、メーカに関係なく、大部分のタイプのファイルシステムおよびフラッシュメモリメディアの間のインターフェイスとして動作する。
【０００５】
【課題を解決するための手段】
1つの記載される実施では、フラッシュメモリドライバがコンピュータによって実行されるとき、ファイルシステムと1つまたは複数のフラッシュメモリメディアとの間のインターフェイスを提供する。フラッシュメモリドライバはフラッシュ抽象化ロジックを使用するが、これはファイルシステムによって、1つまたは複数のフラッシュメモリメディアのタイプに関係なくフラッシュメモリのオペレーションを管理するために呼び出し可能である。フラッシュメモリドライバはまたフラッシュメディアロジックも使用し、これは異なるタイプのフラッシュメモリメディアと対話するように構成される。フラッシュ抽象化ロジックはフラッシュメディアロジックを呼び出してメモリオペレーションを実行するが、これはフラッシュメモリメディアのタイプに応じて異なる方法で潜在的に実行される。
【０００６】
詳細な説明を、添付の図面を参照して記載する。図面では、参照番号の最も左の数字が、その参照番号が最初に現れる図面を識別する。
【０００７】
【発明の実施の形態】
以下の考察はフラッシュドライバを対象とする。法的要件を満たすための特定性をもって主題を記載する。しかし、記載自体は本特許の範囲を限定するために意図されるものではない。むしろ、発明者は、請求された主題を他の方法においても実施することができ、異なる要素または本明細書に記載したものに類似した要素の組み合わせを、他の現在または将来の技術と共に含めることができることを意図している。
【０００８】
概要
この考察は、読者がフラッシュメモリメディアの基本的な動作原理を熟知していると仮定する。それにもかかわらず、2つの一般的なタイプの不揮発性ランダムアクセスメモリであるNANDおよびNORフラッシュメモリメディアへの一般的な概説を、本明細書に記載する例示的実施をよりよく理解するために提供する。これらの2つの実施例のフラッシュメモリメディアはそれらが現在普及しているために選択されたが、これらの説明は、記載した実施をこれらのタイプのフラッシュメディアに限定するように意図されるものではない。他の電気的消去可能なプログラマブル読み取り専用メモリ(EEPROM)も動作するであろう。この詳細な説明中で使用する大部分の実施例では、データ構造において示す番号は例示のために10進フォーマットである。
【０００９】
汎用フラッシュメディア動作特性
図1および図2は実施例のNANDおよびNORフラッシュメモリメディア100、200の論理表現をそれぞれ例示する。両メディアは共に汎用動作特性を有し、これらはメーカに関係なくそれぞれに共通のものである。たとえば図1を参照すると、NANDフラッシュメモリメディアが一般に連続ブロック(0、1ないしN)に分割される。各ブロック0、1、2などがさらにK個のセクタ102に細分され、標準の商用NANDフラッシュメディアは一般にブロックにつき8、16または32個のセクタを含む。ブロックおよびセクタの量は変わる可能性があるが、メーカに応じてである。いくつかのメーカは「セクタ」を「ページ」という。本明細書で使用する両方の用語は同義語であり相互交換可能である。
【００１０】
各セクタ102はさらに2つの異なるセクションに分割され、これらは、情報を格納するために使用されるデータエリア103、およびエラー訂正コード(ECC)など余分の情報を格納するために使用されるスペアエリア104である。データエリア103のサイズは一般に512バイトとして実施されるが、再度これもメーカに応じてより多く、あるいは少なくすることができる。512バイトでは、フラッシュメモリメディアにより大部分のファイルシステムがメディアを、固定ディスク(ハードドライブ)などの不揮発性メモリデバイスとして扱うことができる。本明細書で使用するように、RAMは一般にDRAM、SRAM、VRAM、VDOなどのメモリデバイスのランダムアクセスメモリのファミリを指す。一般に、スペアエリア104のサイズがNANDフラッシュメディアデバイスのための１６バイトの余分の記憶として実施される。再度、これより大きいかまたは小さい他のサイズを選択することができる。大部分の場合では、スペアエリア104がエラー訂正コードおよび状況情報のために使用される。
【００１１】
NORメモリメディア200は、ブロックが物理セクタに細分されない点でNANDメモリメディアと異なる。RAMと同様に、NORメモリメディアのブロック内に格納された各バイトは個別にアドレス指定可能である。しかし、実際には、NORメモリメディア上のブロックを論理的に物理セクタへ、添付のスペアエリアにより細分することができる。
【００１２】
全体のレイアウトおよび動作上の比較は別として、フラッシュデバイスのいくつかの汎用電気特性(本明細書ではまた「メモリ要件」または「ルール」ともいう)を以下のように要約することができる。
【００１３】
1.セクタへの書き込みオペレーションが、個々のビットを論理「1」から論理「0」に変えることができるが、論理「0」から論理「1」に変えることはできない(以下の2番を除く)。
2.ブロックの消去により、そのブロックにおけるすべてのビットが論理「1」に設定される。
3.ブロック内の個々のセクタ/バイト/ビットを、同じブロック内のすべてのセクタ/バイトを消去することなく消去することは、一般に可能ではない。
4.ブロックは、約100,000サイクルから1,000,000サイクルの間の制限された消去寿命を有する。
5.NANDフラッシュメモリデバイスがECCを使用して、データを漏れ電流による破損から保護する。
6.読み取りオペレーションは書き込み/消去寿命に不利とはならない。
【００１４】
フラッシュドライバアーキテクチャ
図3はコンピュータデバイス300の関連コンポーネントを例示するが、このコンピュータデバイスは1つまたは複数のフラッシュメモリデバイスを使用して情報を格納する。一般に、様々な異なる汎用または専用コンピューティングシステム構成をコンピュータデバイス300のために使用することができ、これには、それだけに限定されるものではないが、パーソナルコンピュータ、サーバコンピュータ、ハンドヘルドまたはラップトップデバイス、ポータブル通信デバイス、マルチプロセッサシステム、マイクロプロセッサシステム、マイクロプロセッサベースのシステム、プログラマブルなコンシューマエレクトロニクス、ゲーミングシステム、マルチメディアシステム、上の例のデバイスおよび/またはシステムのいずれかの組み合わせなどが含まれる。
【００１５】
コンピュータデバイス300は一般にプロセッサ302、メモリ304およびフラッシュメモリメディア100/200を含む。コンピュータデバイス300は前述の要素のいずれかのうちの複数を含むことができる。電源、キーボード、タッチパッド、I/Oインターフェイス、ディスプレイ、LED、オーディオジェネレータ、振動デバイスなど、他の要素は図示しないが、容易に例示的コンピュータデバイス300の一部にすることができる。
【００１６】
メモリ304は一般に揮発性メモリ(たとえば、RAM)および不揮発性メモリ(たとえば、ROM、PCMCIAカードなど)を含む。以下で記載する大部分の実施では、メモリ304がコンピュータデバイスの一部302のキャッシュとして使用され、アプリケーションデータに高速にアクセスすることが可能となり、永続的にデータをフラッシュメディア100/200など不揮発性メモリ上に格納する必要がない。
【００１７】
オペレーティングシステム309はメモリ304内に存在し、プロセッサ302上で実行する。一実施例のオペレーティングシステムの実施には、Microsoft CorporationによるWindows(登録商標)CEオペレーティングシステムが含まれるが、他のオペレーションシステムを、DOS、UNIX(登録商標)などの多数のオペレーティングシステムのうちの1つから選択することができる。例示のため、オペレーティングシステムなど、プログラムおよび他の実行可能プログラムコンポーネントを本明細書では離散的ブロックとして例示するが、このようなプログラムおよびコンポーネントが様々なときにコンピュータの異なる格納コンポーネントに存在し、コンピュータデバイス300のプロセッサによって実行されることを理解されたい。
【００１８】
1つまたは複数のアプリケーションプログラム307がメモリ304にロードされ、オペレーティングシステム309上で実行する。アプリケーションの例には、それだけに限定されるものではないが、eメールプログラム、ワードプロセッシングプログラム、表計算プログラム、インターネットブラウザプログラムなどが含まれる。
【００１９】
またメモリ304にロードされるものはファイルシステム305であり、これもオペレーティングシステム309上で実行する。ファイルシステム305は一般に、磁気ハードドライブおよびこの例示的実施のフラッシュメモリメディア100/200など、メモリデバイスに対するデータの格納および検索の管理を担う。大部分のファイルシステム305は情報を論理レベルで、ファイルシステム305が実行中であるオペレーティングシステムの規定に従ってアクセスかつ格納する。ファイルシステム305をオペレーティングシステム309の一部にすること、または分離した論理モジュールとしてのコードとして埋め込むことが可能である。
【００２０】
フラッシュドライバ306は、ファイルシステム305とフラッシュメディア100/200の間のダイレクトインターフェイスとして機能するように実施される。フラッシュドライバ306によりコンピュータデバイス300がファイルシステム305を通じて、フラッシュメディア100/200をコントロールし、最終的にデータを送信/検索することが可能となる。しかし、より詳細に記載するように、フラッシュドライバ306は読み取り/書き込みオペレーション以上のものを担う。フラッシュドライバ306はデータ完全性を維持し、フラッシュメディアのウェアレベリングを実行し、コンピュータデバイス300への停電中のデータ損失を最小限にし、コンピュータデバイス300のOEMがそれらの各フラッシュメモリデバイスをメーカに関係なくサポート可能にするように実施される。フラッシュドライバ306はファイルシステムに寛容である。これは、フラッシュドライバ306が、ファイルアロケーションデータ構造ファイルシステム(FAT16)、(FAT32)および他のファイルシステムなどの多数の異なるタイプのファイルシステムをサポートすることを意味する。加えて、フラッシュドライバ306はフラッシュメモリメディアに寛容であり、これは同様に、ドライバ306がフラッシュメモリデバイスをフラッシュメモリデバイスのメーカに関係なくサポートすることを意味する。すなわち、フラッシュドライバ306はデータをフラッシュメディア上で読み取り/書き込み/消去する能力を有し、すべてではないにしても、大部分のフラッシュデバイスをサポートすることができる。
【００２１】
例示的実施では、フラッシュドライバ306がオペレーティングシステム309内のコンポーネントとして存在し、これが実行されるとき、ファイルシステム305とフラッシュメディア100/200との間の論理インターフェイスモジュールとしての機能を果たす。フラッシュドライバが実施されるときインターフェイスとしての機能を果たすことを論証するため、フラッシュドライバ306を分離したボックス306として例示する。それにもかかわらず、フラッシュドライバ306は他のアプリケーション内、ファイルシステム305の一部、あるいは独立してコンピュータ可読媒体上で分離したコードとして存在することができ、これはハードウェア/ファームウェアデバイスと共に実行する。
【００２２】
1つの実施では、フラッシュドライバ306が、フラッシュ抽象化ロジック308およびプログラマブルフラッシュメディアロジック310を含む。フラッシュ抽象化ロジック308およびプログラマブルメディアロジック310は、フラッシュドライバ306によって実行される様々な機能をサポートするコード化された命令である。例示的実施がこれらの2つの要素を含むように図示するが、フラッシュ抽象化ロジック308およびフラッシュメディアロジック310のそれぞれからの様々な機能を選択して、以下に記載するより特定の実施のいくつかを実行することができる。そのため、記載する実施はロジックの2つの異なるレイヤ308/310を示すが、以下に記載する技術の多数を、ロジックのいずれかのレイヤからの機能の全部または一部を必ずしも必要とすることなく実施することができる。さらに、これらの技術を、以下に記載する責務の厳密な分割を有することなく実施することができる。
【００２３】
1つの実施では、フラッシュ抽象化ロジック308が汎用的にフラッシュメモリメディアに共通であるこれらの動作特性を管理する。これらの汎用メモリ要件には、ウェアレベリング、データ完全性の維持、および電力障害の後のデータのリカバリの処理が含まれる。加えて、フラッシュ抽象化ロジック308は、フラッシュメモリメディア100/200上の物理セクタドメインで格納された情報を、ファイルシステム305に関連付けられた論理セクタドメインにマッピングすることを担う。すなわち、フラッシュ抽象化ロジック308は、論理-物理セクタアドレスから、かつ/または物理-論理セクタアドレスから進行するデータを追跡する。ドライバ306が論理-物理セクタアドレスを読み取り/書き込みオペレーションのために使用する。ドライバ初期化中にルックアップテーブル(以下に記載する)を作成するとき、ドライバ306は物理-論理セクタアドレスから進行する。あるタイプのフラッシュメモリメディアに依存するファイルシステムによって発行されたより特定のコマンドのいくつかが直接フラッシュメディアロジック310へ、実行および変換のために送信される。したがって、フラッシュ抽象化ロジック308はこれらの汎用オペレーションへのマネージャとしての機能を果たし、これらのオペレーションはフラッシュメモリメディアに、メディアのメーカに関係なく共通しており、ウェアレベリング、データ完全性の維持、電力障害の後のデータのリカバリの処理などである。
【００２４】
図4はフラッシュ抽象化ロジック308の例示的ブロック図を示す。フラッシュ抽象化ロジック308はセクタマネージャ402、論理-物理セクタマッピングモジュール404およびコンパクタ406を含む。簡単に述べると、セクタマネージャ402は新しいデータを受信するために使用可能な、すなわち「空き」であるセクタへのポインタを提供する。論理-物理セクタマッピングモジュール404がデータを、データが論理セクタアドレス指定のファイルシステムドメインから物理セクタアドレス指定のフラッシュメディアドメインに進行するときに管理する。コンパクタ406は、データのブロックをクリア(また一般に業界では「消去」とも呼ばれる)して、十分な空きセクタがデータの書き込み用に使用可能であることを保証するためのメカニズムを提供する。加えて、コンパクタ406は、ドライバ306のシステムによる一様かつ均等なウェアレベリングの実行を助ける。これらのすべての要素を以下でより詳細に記載する。
【００２５】
図3に戻って参照すると、フラッシュメディアロジック310を使用して、フラッシュ抽象化ロジック308またはファイルシステム305のいずれかから受信された論理コマンドを物理セクタコマンドへ、フラッシュメモリメディア100/200への発行のために変換する。たとえば、フラッシュメディアロジック310はデータをフラッシュメモリメディアへ、かつ/またはそこから読み取り、書き込みかつ消去する。フラッシュメディアロジック310はまたECCの実行も担う(必要な場合)。1つの実施では、フラッシュメディアロジック310がプログラマブルであり、ユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致させることができる。したがって、フラッシュメディアロジック310は特定のニュアンス、ECCおよびフラッシュメディア100/200の物理的態様のコントロールに関連付けられた特定のコマンドを処理するように構成される。
【００２６】
図5はフラッシュメディアロジック310の例示的ブロック図を示す。図示のように、フラッシュメディアロジック310はプログラマブルエントリポイントモジュール502、I/Oモジュール504およびECCモジュール506を含む。プログラマブルエントリポイントモジュール502は、フラッシュ抽象化ロジック308とフラッシュメディア100/200との間で通信するためのプログラミングインターフェイスのセットを定義する。すなわち、プログラマブルエントリポイントにより、コンピュータデバイス300のメーカがフラッシュメディアロジック310を、コンピュータデバイス300において使用される実際のフラッシュメモリメディア100/200とインターフェイスをとるようにプログラムすることができる。I/Oモジュール504は、フラッシュメモリメディア100/200に送信される読み取り/書き込み/消去コマンドのために必要な特定のコードを含む。ユーザがECCモジュール506を、ユーザによって選択されたいずれかの特定のECCアルゴリズムに従って機能するようにプログラムすることができる。
【００２７】
データの追跡
ファイルシステム305は論理セクタアドレス指定を使用して、フラッシュメモリメディア100/200上の情報を読み取りかつ格納する。論理セクタアドレスは、ファイルシステムがデータを読み取りかつ書き込む先のアドレス位置である。これらはファイルシステムに相対的であるため「論理的」である。実際上、データをフラッシュメモリメディア100/200上で完全に異なる物理位置に格納することができる。これらの物理位置を物理セクタアドレスという。
【００２８】
フラッシュドライバ306はすべての論理セクタアドレス要求(すなわち、読み取りおよび書き込み)を物理セクタアドレス要求にリンクさせることを担う。論理-物理セクタアドレスをリンクさせるプロセスはまた、本明細書ではマッピングと呼ばれる。論理から物理へのセクタアドレスの進行により、フラッシュドライバ306が、データをフラッシュメモリメディア100/200上のどこに格納するかを決定するとき、最大限の柔軟性を有することができる。論理-物理セクタマッピングモジュール404により、データをフラッシュメモリメディア上のいかなる物理位置にも柔軟に割り当てることができ、これにより、ウェアレベリングおよび電力障害からのリカバリなど他のタスクのための効率が得られる。またこれにより、ファイルシステム305がデータを、それがそう行うように設計される方法において格納することができ、データが実際にフラッシュメディア上に異なる方法で格納されていることを知るための知能は必要ではない。
【００２９】
図6Aは、フラッシュドライバ306によって生成されたデータ構造(すなわち、テーブル)600Aの例示的実施を示す。データ構造600Aは、メモリ304の揮発性部分、たとえばRAMに格納される。データ構造600Aは、対応する論理セクタアドレス604を有する物理セクタアドレス602を含む。テーブル600Aが生成される方法の例示的記載を、図7を参照して記載する。
【００３０】
図7は、ファイルシステム305が書き込み要求をフラッシュドライバ306に発行するとき、フラッシュメモリメディア100/200上のデータを追跡するために使用されるプロセス700を例示する。プロセス700はステップ702-718を含む。図6Aおよび7を参照すると、ステップ702で、フラッシュ抽象化ロジック308が、データを指定された論理セクタアドレス604に書き込むための要求を受信する。
【００３１】
ステップ704で、セクタマネージャ402は、フラッシュメディア100/200上で書き込み要求に関連付けられたデータを受け入れることができる空き物理セクタアドレス位置を確かめる (セクタマネージャ402が物理セクタアドレスを選択する方法については、以下でより詳細に説明する)。空き物理セクタは、データを最初に消去する必要なしに受け入れることができるいずれかのセクタである。セクタマネージャ402が、空き物理セクタ位置に関連付けられた物理セクタアドレスを受信すると、論理-物理セクタマッピングモジュール404は物理セクタアドレスを、書き込み要求によって指定された論理セクタアドレス604に割り当て、対応関係を形成する。たとえば、0ないしNの物理セクタアドレスを、いずれかの任意の論理セクタアドレス0ないしNに割り当てることができる。
【００３２】
次にステップ706で、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、論理セクタアドレスに対する物理セクタアドレスの対応関係を、メモリ305内の例示的テーブル600Aなどのデータ構造に格納する。例示的データ構造600Aに示すように、3つの論理セクタアドレス604が対応する物理セクタアドレス602に割り当てられる。
【００３３】
次にステップ708で、論理セクタアドレス書き込み要求に関連付けられたデータがフラッシュメディア100/200上に、ステップ704で割り当てられた物理セクタアドレス位置で格納される。たとえば、データがメディア100/200上のゼロの物理セクタアドレス位置に格納され、これは11の論理セクタアドレスに対応する。
【００３４】
ここで例のため、ステップ710でファイルシステム305が、別の書き込み要求を発行するが、この場合、先にステップ702で発行された論理セクタアドレスに関連付けられたデータを修正すると仮定する。次いで、フラッシュドライバ306がステップ712ないし714を実行し、これらはステップ704ないし708にそれぞれ等しく、これらについては上で記載している。
【００３５】
しかし、ステップ718で、ステップ710に関連付けられた更新されたデータがフラッシュメディア100/200上にうまく格納された後、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、ステップ704で割り当てられた古い物理セクタアドレスに「ダーティ」というマークを付ける。古いデータは、新しいデータがメディア100/200に書き込まれた後にダーティというマークを付けられ、そのため、電力障害が書き込みオペレーションの途中にある場合、論理-物理セクタマッピングモジュール404は古いデータを失わないようになる。ステップ702または710からの新しいかまたは更新されたデータを失うことが可能であるが、消去オペレーションを実行する必要がないので、新しいかまたは修正されたデータのただ1つの項目が電力障害の場合に失われる。
【００３６】
図6Bはデータ構造600Bを示すが、これはその内容が更新されている以外はデータ構造600Aと同じものである。この実施例では、ファイルシステム305が論理セクタアドレス11に関連付けられたデータを更新している。したがって、フラッシュドライバ306が論理セクタアドレス11を物理セクタアドレス3に再割り当てし、再割り当てされた、これらの2つのアドレスの間の対応関係をデータ構造600Bに格納する。ステップ710-718を参照して記載されるように論理セクタ11の内容が実際に物理セクタアドレス3に書き込まれ、データの内容が物理セクタアドレス3にうまく書き込まれた後で、データ構造600Bに例示するようにセクタ0の内容に「ダーティ」というマークが付けられる。
【００３７】
先に格納されたデータがファイルシステム305によって更新されるとき、論理-物理セクタアドレスを再割り当てするこのプロセスにより、書き込みオペレーションを、データのブロック全体を移動させるために待機する必要なく行い、消去オペレーションを実行することができる。そのため、プロセス700によりデータ構造を高速に更新することができ、ついで物理的書き込みオペレーションが実際の物理メディア100/200上で発生することが可能となる。フラッシュ抽象化ロジック308は600A/600Bなどのデータ構造を使用して、論理-物理マッピング関係を正しく維持する。
【００３８】
ファイルシステム305によって発行された読み取り要求があるとき、フラッシュ抽象化ロジック308が、論理-物理マッピングモジュール404を通じて、データ構造600A/600Bを探索して、読み取り要求に関連付けられた論理セクタアドレスとの対応関係を有する物理セクタアドレスを取得する。次いで、フラッシュメディアロジック310がこの物理セクタアドレスを、読み取り要求に関連付けられたデータをファイルシステム305に戻すように送信するための基礎として使用する。ファイルシステム305は、論理セクタアドレスへのその要求が実際には物理セクタアドレスにマッピングされることを知るための知能を必要としない。
【００３９】
停電保護
書き込みオペレーションはブロックレベルとは対照的にセクタレベルで実行され、これにより電力障害の状況中のデータ損失の可能性が最小限にされる。データのセクタ分が、大部分のファイルシステム305に関して使用される細分性の最も細かいレベルである。したがって、フラッシュドライバ306がセクタ毎のベースで動作するように実施される場合、電力障害中のデータ損失の可能性が低減される。
【００４０】
上で述べたように、データ構造600A、600Bがメモリ304に格納され、これは1つの例示的実施では通常、電力障害の場合に消去を達成する揮発性メモリデバイスである。データ完全性をフラッシュメディア100/200上で保護するため、データ構造600A/600Bに格納された論理-物理マッピング情報がフラッシュメモリメディア上でバックアップされる。
【００４１】
1つの例示的実施では、データ構造全体をフラッシュメモリメディア100/200上で格納することに関連付けられたコストを削減するため、論理セクタアドレスがメディアのスペア104のエリアに、論理セクタアドレスが対応関係を有する各物理セクタと共に格納される。
【００４２】
図8は、例示的データ構造600Aおよび600Bなど、揮発性データ構造に格納された論理-物理セクタアドレス情報のマッピングを保護するためのプロセス800を例示する。プロセス800はステップ802-814を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない、さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。ステップ802で、実際のデータに関連付けられた論理セクタアドレスが、フラッシュメモリメディア100/200の物理セクタにおいて、論理セクタアドレスに割り当てられた物理セクタアドレスに格納される。NANDフラッシュメモリメディア100の場合、論理セクタアドレスがメディアのスペアエリア104に格納される。このスキームを使用して、論理-物理セクタマッピング情報がリバースルックアップフォーマットで格納される。したがって、電力障害の状況の後、各物理セクタのためのスペアエリアをメディア上で走査し、対応する論理セクタアドレスを決定し、次いでメモリ内ルックアップテーブルをそれに応じて更新することが必要である。図9は、メディア100/200内で論理セクタアドレスを格納することができる位置を例示する。先に述べたように、NORフラッシュメモリのブロックを論理的に物理セクタに、それぞれスペアエリアにより細分することができる(NANDに類似する)。この技術を使用して、論理セクタアドレスが各物理セクタのためのスペアエリアに格納され、これはNANDフラッシュメモリと共に使用されたプロセスに類似する(図15で空間1504として示し、図15を参照して記載する)。
【００４３】
図8の判断ステップ804のYESブランチによって示すように、停電がありデータ構造600Aおよび600Bが失われる場合、ステップ806に示すようにフラッシュ抽象化ロジック308がフラッシュメディアロジック310を使用して、フラッシュメモリメディアを走査して、データと共に各物理アドレス(図9)に格納された論理セクタアドレスをさがす。ステップ808で、データが含まれる物理セクタアドレスが、データと共にメディア上に位置する論理セクタアドレスに再割り当てされる。物理および論理セクタアドレスが再確立されるので、これらがデータ構造600A、600Bに戻すように格納され、フラッシュメディアロジック310が、データを含む次のセクタへ進行し、これをステップ812に示す。ステップ806-812は、データを含むすべてのセクタが走査され、データ構造が再確立されるまで繰り返される。通常、これはコンピュータデバイス300の初期化で起こる。
【００４４】
したがって、電力障害が起こるとき、プロセス800により、フラッシュ抽象化ロジック308がメディア100/200を走査して、論理-物理マッピングを例示的データ構造600などのデータ構造内に再構築することができる。プロセス800は、マッピング情報が電力障害中に失われないこと、およびデータ完全性が保持されることを保証する。
【００４５】
データを追跡するための動的ルックアップデータ構造
図10は、フラッシュメモリメディア100/200に格納されたデータを追跡するための動的ルックアップデータ構造1000を例示する。データ構造1000は、マスタデータ構造1002および1つまたは複数の2次データ構造1004、1006を含む。データ構造はフラッシュドライバ306によって生成かつ維持される。データ構造はメモリ304の揮発性部分に格納される。1つまたは複数の2次テーブル1004、1006は論理-物理セクタアドレスのマッピングを含む。以下で説明するように、各2次データ構造1004、1006は所定のマッピングの容量を有する。マスタデータ構造1002は、1つまたは複数の各2次データ構造1004、1006へのポインタを含む。各2次データ構造は、データを格納するために使用される論理-物理アドレスをマッピングするために必要とされるベースに割り当てられる。2次データ構造1004、1006の容量などが超過されると、別の2次データ構造が割り当てられ、また別のものが割り当てられることなどが、最終的にフラッシュメディア100/200上のすべての可能な物理セクタアドレスが論理セクタアドレスにマッピングされるまで行われる。2次テーブルが割り当てられるたびに、マスタデータ構造1002に含まれたポインタがフラッシュドライバ306によって、それをポイントするために使用可能にされる。
【００４６】
したがって、フラッシュドライバ306が動的に1つまたは複数の2次データ構造1004、1006を、フラッシュメディア自体上に格納された永続データの量に基づいて割り当てる。2次データ構造のサイズ特性はランタイムで、フラッシュメモリメディア100/200の特定の属性を使用して計算される。2次データ構造は、先に割り当てられた2次データ構造が満たされるか、あるいはファイルシステム305によって必要とされた論理アドレス空間の量を処理するために不十分とならない限り、割り当てられない。したがって、動的ルックアップデータ構造1000はメモリ304の使用を最小限にする。動的ルックアップデータ構造1000は、カレンダ、受信箱、ドキュメントなどを使用し、大部分の論理セクタアドレス空間を物理セクタアドレスにマッピングすることが必要とされないコンピュータデバイス300に向いている。これらのアプリケーションでは、論理セクタの有限範囲のみが繰り返しアクセスされ、新しい論理セクタには、アプリケーションがさらに記憶領域を必要とするときにのみ書き込まれる。
【００４７】
マスタデータ構造1002は、割り当てられる2次データ構造をポイントするポインタ0ないしNのアレイを含む。図10の実施例では、位置0および1のポインタが2次データ構造1004および1006をそれぞれポイントする。また図10の実施例の説明では、ポインタ2ないしNがいかなる2次データ構造もポイントせず、デフォルト設定「NULL」を含み、論理-物理セクタマッピングモジュール404が、さらに割り当てられる2次データ構造がないことを知るようになる。
【００４８】
各2次データ構造1004、1006はデータ構造600に類似しているが、合計の可能なメディアの一部のみが2次データ構造においてマップされる。2次データ構造により、フラッシュ抽象化ロジック308が、メモリ304において必要とされる空間の量を、ファイルシステムによって発行された論理セクタアドレスの部分のみに削減することができる。各2次データ構造は(b*k)バイトのサイズである。ここでkはデータ構造に含まれた物理セクタアドレスの数であり、bは各物理セクタアドレスを格納するために使用されたバイトの数である。
【００４９】
図11は、フラッシュメモリメディア100/200上のデータを追跡するためのルックアップデータ構造を動的に割り当てるためのプロセス1100を例示する。プロセス1100はステップ1102ないし1106を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。
【００５０】
ステップ1102で、1つまたは複数の2次データ構造1004、1006へのポインタを含むマスタデータ構造1002が生成される。この例示的実施におけるマスタデータ構造1002のサイズは固定される。コンピュータデバイス300が起動するとき、フラッシュメディアロジック310がフラッシュメモリメディア100/200のサイズを決定し、この情報をフラッシュ抽象化ロジック308にリレーする。フラッシュメディアのサイズに基づいて、フラッシュ抽象化ロジック308が物理アドレスの範囲を計算する。すなわち、フラッシュメディアのサイズが16MBであると仮定すると、NANDフラッシュメディア100が通常は各512バイトのサイズの32768個のセクタを含むようになる。これは、すべてのメモリ空間がフラッシュメディア上で使用されると仮定すると、悪い場合のシナリオではフラッシュ抽象化ロジック308が0ないし32768個の論理セクタの合計をマッピングする必要のある可能性があることを意味する。215個のセクタがメディア上にあることを知ると、フラッシュ抽象化ロジック308が2バイトを使用して、各論理セクタアドレスに対する物理セクタアドレスを格納することができる。そのため、マスタデータ構造が256DWORD(N=256)のアレイとして実施され、これはファイルシステムによって発行される論理セクタアドレスの最大量(たとえば、32768個)を包含する。そのため、合計で256個の潜在的な2次データ構造がある。
【００５１】
ステップ1104で、2次データ構造が割り当てられる。最初に、フラッシュ抽象化ロジックが、各潜在的2次データ構造のための最小可能なサイズを決定する。簡単な除算を使用すると、32768/256=128個の論理セクタアドレスが各データ構造によってサポートされる。上に述べたように、物理空間全体を、2バイト、b=2を使用してマッピングすることができ、したがって各2次データ構造が256バイトのサイズ、すなわち(b=2*k=128)となる。
【００５２】
ここで、各2次データ構造のサイズを知ると、ファイルシステム305が論理セクタアドレス50-79に書き込むことを要求すると仮定するが、このアドレスはLS50-LS79としても知られる。ファイルシステム305からの書き込み要求を満たすため、フラッシュ抽象化ロジック308は、マスタデータ構造1002における第1のポインタが論理セクタアドレスLS0-LS127またはデータ構造1004のために使用されることを計算する。第1のポインタがNULLであると仮定すると、フラッシュ抽象化ロジック308がデータ構造1004(256バイトのサイズ)をメモリ304内に割り当てる。ステップ1106で示すように、フラッシュ抽象化ロジック308により、マスタデータ構造の位置0におけるポインタがデータ構造1004をポイントすることができる。そのため、この実施例では、データ構造1004が使用されて、論理セクタLS50-LS79のためのマッピング情報が格納される。
【００５３】
フラッシュ抽象化ロジック308は、ファイルシステム305がフラッシュメディア100/200内の対応するエリアに書き込む場合、2次データ構造を割り当てる。通常、使用される論理セクタアドレスのみがフラッシュ抽象化ロジック308によってマッピングされる。そのため、最悪の場合のシナリオでは、ファイルシステム305が論理アドレス空間全体にアクセスするとき、すべての256個の2次データ構造(図10の実施例では、2つのみ、1004、1006が割り当てられるように図示する)がそれぞれ256バイトのサイズであり、メモリ304において合計で64KBの空間を必要として割り当てられるようになる。
【００５４】
割り当てられたデータ構造1004がたとえば、ファイルシステム305によって発行された論理セクタアドレス空間を格納するために不十分となるとき、フラッシュ抽象化ロジック308がデータ構造1006のような別のデータ構造を割り当てる。動的に2次データ構造を割り当てるこのプロセスはまた、データ構造1004が十分となる場合にも後に適用されて、ファイルシステムによって行われたすべての論理セクタアドレス要求が再度処理される。この実施例では、データ構造1006へのポインタがフラッシュ抽象化ロジック308によって使用不能にされ、データ構造1006がメモリ304内で空き空間となる。
【００５５】
一様なウェアレベリングおよびセクタのリサイクル
図12は、フラッシュドライバ306によって連続した円1200として見られ、かつ/または処理されるフラッシュメモリメディア100/200の図である。物理的には、フラッシュメモリメディアは、フラッシュ抽象化ロジック308がフラッシュメモリメディアを0からNのブロックを含む連続した円1200であるかのように編成する以外は、図1および2に示すメディア100/200のいずれかと同じものである。したがって、ブロックN内の最上位物理セクタアドレス(例示を簡単にするために個々のセクタを図12に図示しないが、図1および2で見ることができる)およびブロック0内の最下位物理セクタアドレスが連続しているように見られる。
【００５６】
図13は、連続した円1200として見られるメディア100/200のもう1つの図を例示する。この例示的な例示では、セクタマネージャ402が書き込みポインタ1302を維持し、これが、メディア上でデータを受信するために次に使用可能な空きセクタを指示する。次に使用可能な空きセクタは、最初に規定された順序で消去される必要なくデータを受け入れることができるセクタである。書き込みポインタ1302は2つのカウンタの組み合わせとして実施される、すなわち、セクタをカウントするセクタカウンタ1306、およびブロックをカウントするブロックカウンタ1304である。組み合わせられた両方のカウンタが、データを受信するために次に使用可能な空きセクタを指示する。
【００５７】
代替実施では、書き込みポインタ1302を単一のカウンタとして実施することができ、これは書き込みオペレーション中にデータを受け入れるために空いている次の物理セクタを指示することができる。この実施にしたがって、セクタマネージャ402が、メディア上でデータを受信するために空いているすべての物理セクタアドレスのリストを維持する。セクタマネージャ402はメディア上の最初および最後の物理セクタアドレス(連続したアドレス)を格納し、2つのアドレスを減じて空きセクタの全体のリストを決定する。次いで、書き込みポインタ1302がリスト中を循環かつ連続した方法で進む。これにより、セクタマネージャ402によって格納する必要のある情報の量が低減される。
【００５８】
図14は、セクタマネージャ402によって、フラッシュドライバ306がデータをメディア100/200上に格納するための次に使用可能な空きセクタ位置を決定するために使用されるプロセス1400を例示する。またプロセス1400により、セクタマネージャ402が各物理セクタアドレス(次の空きセクタ用)を、上に記載したようにファイルシステム305による各論理セクタアドレス書き込み要求に割り当てるために提供することもできる。プロセス1400はステップ1402-1418を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。
【００５９】
ステップ1402で、Xブロックカウンタ1304およびYセクタカウンタ1306が最初にゼロに設定される。この時点では、データがメディア100/200上に存在していないと仮定される。
【００６０】
ステップ1404で、ドライバ306が書き込み要求を受信し、セクタマネージャ402が、次に使用可能な空き物理セクタアドレスを論理-物理セクタマッピングモジュール404に送信するように問合せされる。書き込み要求はファイルシステム305から、かつ/または内部的にコンパクタ406から、セクタをリサイクルするために来る可能性があるが、これについては以下でより詳細に説明する。
【００６１】
ステップ1406で、データが、書き込みポインタ1302によって指示されたセクタに書き込まれる。この例示的な説明では両方のカウンタが最初にゼロに設定されるので、書き込みポインタ1302がセクタゼロ、ブロックゼロをポイントすると仮定する。
【００６２】
ステップ1408で、セクタカウンタ1306が1つの有効セクタだけ進められる。たとえば、書き込みポインタが、ステップ1406からの例に続いて、ブロックゼロのセクタ1に進む。
【００６３】
次に判断ステップ1410で、セクタマネージャ402が、セクタカウンタ1306がブロック内のセクタの数Kを超えるかどうかをチェックする。Yカウントがブロックの最大セクタサイズを超えない場合、ステップ1410の判断ステップのNOブランチに従って、ステップ1404-1410が次の書き込み要求について繰り返す。
【００６４】
他方では、Yカウントがブロックの最大セクタサイズを超えない場合、ブロックの最上位物理セクタアドレスは書き込まれており、そのブロックが満たされている。次いで、ステップ1410のYESブランチに従って、ステップ1412で、Yカウンタがゼロにリセットされる。次にステップ1414で、Xブロックカウンタ1304が1だけ増分され、これにより書き込みポインタ1302を次のブロックの最下位の有効物理セクタアドレス、ゼロに進める。
【００６５】
次に判断ステップ1416で、コンパクタ406が、Xブロックカウンタが不良ブロックをポイント中であるかどうかをチェックする。そうであった場合、Xブロックカウンタ1304が1だけ増分される。1つの実施では、コンパクタ406がこの条件のチェックを担う。上で述べたように、セクタマネージャが、書き込み要求を処理するために空いているすべての物理セクタアドレスを格納する。物理セクタアドレスのブロック全体が常にコンパクタによって、コンパクション(compaction)中あるいは初期化中に追加される。そのため、セクタマネージャ402は、ブロックが不良であるかどうかを調べるためにチェックする必要はないが、セクタマネージャを、それを行うように実施することができる。他の実施では、ステップ1416をプロセス1400の最初に実行できることにも留意されたい。
【００６６】
ステップ1417で、Xブロックカウンタ1304が、それが優良ブロックをポイント中になるまで増分される。連続ループを回避するため、すべてのブロックが不良であった場合、プロセス1400がステップ1416で停止し、ユーザに、すべてのブロックが不良であるという指示を提供する。
【００６７】
次に判断ステップ1418で、セクタマネージャが、Xブロックカウンタ1304がブロックの最大数Nを超えるかどうかをチェックする。これは、書き込みポインタ1302が円を一周したところ(円1200の最上部)に到着していることを示す。そうであった場合、ステップ1418のYESブランチに従って、プロセス1400が繰り返し、XおよびYカウンタがゼロにリセットされる。そうでない場合、ステップ1418のNOブランチに従って、プロセス1400がステップ1404に戻り、続行する。
【００６８】
この例示的プロセス1400で、書き込みポインタ1302が最初に、最下位アドレス指定ブロックの最下位物理セクタアドレスから開始する。書き込みポインタ1302は一度に1セクタずつ、最上位アドレス指定ブロックの最上位物理セクタアドレスまで進み、そして最下位に戻る。この連続した循環プロセス1400により、データがメディア100/200の各セクタに適切かつ均等に書き込まれる。他のいずれか以外に書き込まれる特定のブロックまたはセクタはなく、一様なウェアレベルがメディア100/200中で保証される。したがって、プロセス1400により、一様なウェアレベルを維持している間に新しいデータを書き込む位置を決定するために使用される高価な処理アルゴリズムなしに、データを次に使用可能な空きセクタに非常に高速に書き込むことができる。このような従来のアルゴリズムは、コンピュータデバイスの書き込み速度を低速にする可能性がある。
【００６９】
代替実施では、書き込みポインタ1302が逆時計回りの方向に、最上位ブロックアドレスNの最上位物理セクタアドレスにより開始して移動し、そのカウンタを減分することが可能である。いずれの場合も、不良ブロックをセクタマネージャが完全にスキップかつ無視することができる。加えて、カウンタをいずれかの値に設定することができ、必ずしもカウンタについての最高または最低の値により開始する必要はない。
【００７０】
図15は、連続した円1200として見られるメディア100/200のもう1つの図を例示する。図15のように、書き込みポインタ1302がブロック0ないし7中を進んでおり、円1200のほぼ半分のところにある。したがって、ブロック0ないし7はダーティ、有効データまたは不良ブロックを含む。すなわち、ブロック0ないし7における各優良セクタは空いておらず、したがって新しいかまたは修正されたデータを受信するために使用可能ではない。矢印1504は、ブロック0ないし7が使用済セクタを含むことを表す。最終的に、書き込みポインタ1302も、ダーティというマークが付けられるか、あるいは有効でないセクタがクリアされリサイクルされない限り、書き込むための空きセクタを使い果たすようになる。セクタをクリアすることは、セクタが書き込み可能な状態にリセットされる、あるいはすなわち「消去」されることを意味する。セクタを空けるために、少なくとも一度に1つのブロックを消去することが必要である。しかし、ブロックを消去できるようにする前に、すべての優良セクタの内容が空きセクタに、メディアの異なる部分にコピーされる。次いで、これらのセクタに「ダーティ」というマークが付けられ、ブロックが消去される。
【００７１】
コンパクタ406は、メディア100/200の状態を監視して、空きセクタをセクタマネージャ402に戻してリサイクルするためにブロックを消去するために適切なときを決定することを担う。コンパクタ406はまたクリアオペレーションの実行も担う。クリアオペレーションを完了するため、コンパクタ406はセクタマネージャ402と同様に、ポインタを維持する。この場合、コンパクタ406はクリアポインタ1502を維持するが、これは図15に示されている。クリアポインタ1502は物理ブロックをポイントし、以下で説明するようにコンパクタ406が、ブロックがクリアされるときにメディア100/200としてのセクタを追跡できるようにする。消去オペレーションがブロック全体に影響を及ぼすので、コンパクタ406は、次にコンパクトするためのブロックへのポインタを維持することができる。すなわち、コンパクタ406がブロックをコンパクト中でないとき、コンパクタ406がブロックをポイントする。
【００７２】
図16は、コンパクタによってセクタをリサイクルするために使用されるプロセス1600を例示する流れ図である。プロセス1600はステップ1602-1612を含む。プロセスを記載する順序は、限定として解釈されるように意図されるものではない。さらに、このプロセスをいかなる適切なハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、またはその組み合わせにおいても実施することができる。ステップ1602で、コンパクタ406が、どの程度の頻度でフラッシュメモリメディア100/200がファイルシステムによって書き込まれるか、あるいは更新されるかを監視する。これは、特にメディア100/200上の空きセクタおよびダーティセクタの量を監視することによって実施される。空きセクタおよびダーティセクタの数を、上に記載したテーブル600および/または900に格納された空きセクタおよびダーティセクタをカウントして決定することができる。
【００７３】
判断ステップ1604で、コンパクタ406が2つの比較を実行して、セクタをリサイクルすることが賢明であるかどうかを決定する。第1の比較は、空きセクタの量をダーティセクタと比較することを備える。ダーティセクタの量が空きセクタに数でまさった場合、コンパクタ406が、リサイクルオペレーションを実行することが正当であると見なし、これはこの場合、「サービスコンパクション(service compaction)」と呼ばれる。したがって、サービスコンパクションは、ダーティセクタの数が空きセクタの量に数でまさるとき、指示される。
【００７４】
サービスコンパクションが正当であると見なされた場合、メディアのコントロールをつかんでステップ1608-1612を実行してダーティデータのブロックをクリアする前に、ステップ1606でコンパクタが低い優先度のスレッド1606を待つ。ダーティセクタを空きセクタにリサイクルすることがオプションであるとき、サービスコンパクションが他の好都合なときに発生するように実施することもできる。たとえば、代替実施では、全体のセクタの3分の1がダーティであるとき、フラッシュ抽象化ロジック308がサービスコンパクションを実行することができる。いずれの実施でも、通常はコンパクタ406がより高い優先度のスレッドを待って、プロセッサ302および/またはフラッシュメディア100/200のコントロールを放棄する。低い優先度のスレッドが使用可能になると、プロセスがステップ1608に進む。
【００７５】
ステップ1604に戻って参照すると、第2の比較は、メディア上に残された空きセクタの量を比較して、書き込みポインタ1302がポイントするための空きセクタを今にも使い果たそうとしているか、あるいは使い果たしているかどうかを決定することを備える。これがその状況であった場合、コンパクタ406が、「クリティカルコンパクション(critical compaction)」を命令してセクタをリサイクルすることが正当であると見なす。コンパクタは低い優先度のスレッドを待たず、即時にステップ1608を開始する。
【００７６】
ステップ1608で、コンパクタ406が、ステップ1604に応じて、高い優先度のスレッドまたは低い優先度のスレッドのいずれかで動作する。高レベルのスレッド(クリティカルコンパクション)で動作する場合、コンパクタ406は少数、たとえば16個のダーティセクタを空きセクタにリサイクルすることに制限され、プロセッサのコントロールをコンピュータデバイス300に戻して、割込みなどの間にプロセッサ302の独占が回避される。
【００７７】
ブロックにつき32個のセクタが一般にフラッシュメディアでは製造されるが、より大きいかまたは小さい他の数のセクタをクリティカルコンパクションのために選択することができる。これらのサイズ特性に関係なく、クリティカルコンパクション中にリサイクルされるセクタの数は任意であるが、少なくとも1にしなければならない(現在の「書き込み」要求を満たすため)。クリティカルコンパクションは、ファイルシステム305が書き込みを完了させることができないように機能を停止させ、したがって、コンパクションを可能な限りすぐに完了させること重要である。クリティカルコンパクションの場合、コンパクタ406は少なくとも1つのダーティセクタを空きセクタにリサイクルし、メディア上で保留中の書き込み要求を履行するための空間があるようにしなければならない。16個など複数のセクタを一度にリサイクルしておくことにより、引き続いて実行される多数の保留中の書き込み要求および多数のクリティカルコンパクションが存在して事実上プロセッサのコントロールを無期限にブロックする状況が回避される。そのため、クリティカルコンパクションのために選択される、リサイクルされるセクタの数は変わる可能性があるが、引き続くクリティカルコンパクションを防止するために十分な数が、例示的記載において実施される。
【００７８】
そのため、ステップ1608で、コンパクタ406がクリアポインタ1502を使用して、セクタを有効データについて走査し、データを空きセクタに再書き込みし、データの移動が成功した後にセクタにダーティというマークを付ける。したがって、データを移動させるとき、コンパクタは、プロセス700を参照して記載したものと同じプロセスを使用し、これは、ファイルシステム305が新しい、かつ/または更新データを書き込むとき、使用されるものと同じコードである。コンパクタ406はデータを移動させるとき、セクタマネージャ402に空きセクタについて問合せ、これはプロセス1400を参照して記載したものと同じ方法による。
【００７９】
ステップ1610で、コンパクタ406は、クリアポインタ1502の位置に関係する以外は図13のような書き込みカウンタ1306と同様のセクタカウンタを使用して、クリアポインタ1502をセクタ毎に移動させる。コンパクタ406はまたブロックをカウンタ中で追跡し、これは書き込みポインタ1302を参照して記載したものと類似の方法による。しかし、クリアされるブロックの量は、クリティカルコンパクションを除いて、ダーティセクタの数によって決定される。クリティカルコンパクションでは、コンパクタが、少数の物理セクタ(すなわち、16個のセクタ)をリサイクルするために十分なブロックのみをコンパクトする。
【００８０】
ステップ1612で、コンパクタが、完全にダーティというマークが付けられる優良セクタを含むブロックを消去(クリア)する。図17はプロセス1600からの例示的結果を示す。この実施例は別のコンパクションが正当であると見なされる場合であり、ブロック0および1がクリアされており、クリアポインタがブロック2の最初のセクタへ移動されている。結果として、コンパクタ406が2ブロック分のセクタをブロック0および1からリサイクルしており、これによりさらに多くの空きセクタをセクタマネージャ402に提供する。使用済セクタ1504は、この実施では時計回りの方式で回転するデータストリーム(以下、「データストリーム」1504)を形成する。書き込みポインタ1302はデータストリーム1504の先頭に残り、クリアポインタ1502がデータストリーム1504の最後または「末尾(tail)」に残る。データストリーム1504は、データが削除されるときに縮小し、あるいは新しいデータが追加されるときに増大する可能性があるが、これらのポインタは常にデータストリーム1504の反対の側、すなわち先頭および末尾をポイントする。
【００８１】
フラッシュメモリメディアを、物理セクタアドレスが連続した円1200を形成するかのように処理し、上に記載したプロセスを使用することにより、フラッシュ抽象化ロジック308が一様なウェアレベリングをメディア100/200中で実施することができる。コンパクタ406が所与のブロックを、消去を通じてセクタをリサイクルするために同じ回数選択する。フラッシュブロックは制限された書き込み/消去サイクルを有するので、コンパクタならびにセクタマネージャはこれらのオペレーションをブロック0-Nに渡って可能な限り均等かつ正しく分散させる。これに関して、データストリーム1504が円1200(すなわち、メディア100/200)内を一様に回転し、完全なウェアレベルをフラッシュメモリメディア100/200上で提供する。
【００８２】
電力障害の場合、フラッシュ抽象化ロジック310は単純なコード化ロジックを含み、これがフラッシュメモリメディア100/200を走査し、かつどの位置に空きおよびダーティというマークが付けられているかを決定する。次いで、このロジックは、データストリーム1504が、空きおよびダーティというマークの付けられた位置の間、たとえば、図17に記載する円1200のデータストリーム1106の部分に存在することを推論することができる。データストリーム1504の先頭および末尾は容易に決定されるが、これは、先頭に関するデータを含む物理セクタアドレスの最上位をさがし、かつ末尾についてのデータを含む物理セクタアドレスの最下位を探すことによって行われる。
【００８３】
NORフラッシュデバイス
この詳細な説明における前述のすべてのセクションは、NANDおよびNORフラッシュデバイスに適用されるが、NORフラッシュメモリメディア200が使用される場合、いくつかの追加の実施が、フラッシュメディアロジックがメディア200上の各物理セクタにおけるデータの格納をサポートするために必要とされる。各NORブロック0、1、2などをNANDフラッシュメモリメディア100のように、フラッシュメディアロジック310によって処理することができる。具体的には、(上に記載したように)各NORブロックがいくつかの数のページに細分され、各ページは、セクタデータのための512バイトの「データエリア」、および論理セクタアドレス、状況ビットなどのようなものを格納するための8バイトの「スペアエリア」からなる。
【００８４】
図18は、フラッシュドライバによって実施されるプロセスおよび技術をよりよくサポートする方法において分割されたNORフラッシュメモリメディア200の論理表現を例示する。この実施では、セクタ1802が、512バイトのデータエリア1803をセクタ関連データの格納のために、8バイトをスペアエリア1804のために含む。セクション1806はNORブロックの未使用部分を表すが、これはNORフラッシュブロックが通常は2のべき乗のサイズであり、均等に割り切れないからである。たとえば、16MBのNORフラッシュメモリデバイスで、各128KBのサイズの128個のフラッシュブロックを有するものを考察する。520バイトに等しいページサイズを使用すると、各NORフラッシュブロックを252個の異なるセクタに分割することができ、32バイトが未使用で残る。残念ながら、ブロックにつきこれらの32バイトがフラッシュメディアロジック310によって例示的実施では「無駄(wasted)」にされ、セクタデータを格納するために使用されない。しかし、このトレードオフは、改善された書き込みのスループット、一様なウェアレベリング、データ損失の最小化など、すべて、上に記載した例示的フラッシュドライバ306のフラッシュ抽象化ロジック308によって提供されるものである。代替実施を、メディア200を異なるセクタサイズに分割することによって実施することができる。
【００８５】
コンピュータ可読媒体
フラッシュドライバを上に記載したように使用した例示的主題の実施を、ある形式のコンピュータ可読媒体上に格納し、あるいはこれを介して伝送することができる。コンピュータ可読媒体を、コンピュータがアクセスすることができるいかなる使用可能なメディアにすることもできる。例として、限定ではなく、コンピュータ可読媒体には「コンピュータ記憶媒体」および「通信媒体」が含まれる可能性がある。
【００８６】
「コンピュータ記憶媒体」には、揮発性および不揮発性、取外し可能および取外し不可能のメディアが含まれ、これはコンピュータ可読命令、データ構造、プログラムモジュールまたは他のデータなど、情報を格納するためのいずれかの方法または技術において実施される。コンピュータ記憶媒体には、それだけに限定されるものではないが、RAM、ROM、EEPROM、フラッシュメモリまたは他のメモリ技術、CD-ROM、デジタル多用途ディスク(DVD)または他の光学記憶装置、磁気カセット、磁気テープ、磁気ディスク記憶装置または他の磁気記憶装置、または、所望の情報を格納するために使用することができ、かつコンピュータがアクセスすることができる他のいかなるメディアもが含まれる。
【００８７】
「通信媒体」は通常、コンピュータ可読命令、データ構造、プログラムモジュール、または、搬送波または他の移送メカニズムなどの変調データ信号内の他のデータを表現する。通信媒体はまたいずれかの情報送達媒体も含む。
【００８８】
「変調データ信号」という用語は、信号内の情報を符号化するような方法で設定あるいは変更されたその特性のうちの1つまたは複数を有する信号を意味する。限定ではなく例として、通信媒体には、ワイヤードネットワークまたはダイレクトワイヤード接続などのワイヤードメディア、および、音波、RF、赤外線および他のワイヤレスメディアなどのワイヤレスメディアが含まれる。上のいずれかの組み合わせも、コンピュータ可読媒体の範囲内に含まれる。
【００８９】
結論
本発明を、構造的な特徴および/または方法的動作に特有の言語で記載したが、特許請求の範囲において定義された本発明が必ずしも、記載した特定の特徴または動作に限定されないことを理解されたい。むしろ、特定の特徴および動作は、請求された本発明を実施する例示的形式として開示される。
【図面の簡単な説明】
【図１】 NANDフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【図２】 NORフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【図３】 1つまたは複数のフラッシュメモリデバイスを使用して情報を格納する、コンピュータデバイスの関連コンポーネントを例示する図である。
【図４】フラッシュ抽象化ロジックのブロック図を例示する図である。
【図５】フラッシュメディアロジックの例示的ブロック図を例示する図である。
【図６Ａ】論理セクタアドレスと物理セクタアドレスとの間の対応関係を格納するために使用されるデータ構造を示す図である。
【図６Ｂ】図6Aにおけるデータ構造と同じであり、ただしその内容が更新されているデータ構造を示す図である。
【図７】ファイルシステムが書き込み要求をフラッシュドライバに発行するとき、フラッシュメモリメディア上のデータを追跡するために使用されるプロセスを例示する図である。
【図８】図6Aおよび6Bに示すデータ構造など、揮発性データ構造に格納された論理-物理セクタアドレス情報のマッピングを保護するためのプロセスを例示する図である。
【図９】フラッシュメモリメディア内で、論理セクタアドレスを電力障害の場合に保護するために格納することができる位置を例示する図である。
【図１０】フラッシュメモリメディアに格納されたデータを追跡するための動的ルックアップデータ構造を例示する図である。
【図１１】フラッシュメモリメディア上のデータを追跡するためのルックアップデータ構造を動的に割り当てるためのプロセスを例示する図である。
【図１２】フラッシュドライバによって連続した円として見られ、かつ/または処理されるフラッシュメモリメディアの図である。
【図１３】連続した円として見られるメディアのもう1つの例示を示す図である。
【図１４】セクタマネージャによって、フラッシュドライバがデータをメディア上に格納するための次に使用可能な空きセクタ位置を決定するために使用されるプロセスを例示する図である。
【図１５】連続した円として処理されるメディアのもう1つの図を例示する図である。
【図１６】コンパクタによってセクタをリサイクルするために使用されるプロセスを例示する流れ図である。
【図１７】図16に例示したプロセスからの1つの例示的結果を示す図である。
【図１８】フラッシュドライバによって実施されるプロセスおよび技術をよりよくサポートする方法において分割されたNORフラッシュメモリメディアの論理表現を例示する図である。
【符号の説明】
100、200 フラッシュメモリメディア
300 コンピュータデバイス
302 プロセッサ
304 メモリ
305 ファイルシステム
306 フラッシュドライバ
307 アプリケーションプログラム
308 フラッシュ抽象化ロジック
309 オペレーティングシステム
310 プログラマブルフラッシュメディアロジック
Claims (38)
- １つまたは複数のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体であって、コンピュータによってファイルシステムと１つまたは複数のフラッシュメモリメディアとの間でインターフェイスをとるために実行可能であるフラッシュメモリドライバを備え、前記フラッシュメモリドライバは、
前記ファイルシステムによって、前記１つまたは複数のフラッシュメモリメディアのタイプに関係なくフラッシュメモリオペレーションを管理するために呼び出し可能であるフラッシュ抽象化ロジックと、
異なるタイプの前記フラッシュメモリメディアと対話するように構成されたフラッシュメディアロジックであって、ユーザが特定のメーカの特定のメディア要件に合致することができるようにプログラム可能であるフラッシュメディアロジックとを含み、
前記フラッシュ抽象化ロジックは前記フラッシュメディアロジックを呼び出して、前記フラッシュメモリメディアの前記タイプに応じて異なる方法で潜在的に実行されるフラッシュメモリオペレーションを実行し、さらに前記フラッシュメモリドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれず、前記フラッシュメモリオペレーションのうちの１つは書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたウェアレベリングオペレーションを実行することを含み、前記フラッシュメモリドライバは前記コンピュータのオペレーティングシステム内のコンポーネントとして存在することを特徴とする１つまたは複数のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。 - 前記フラッシュメモリオペレーションのうちの１つは、前記フラッシュメモリメディアのデータ完全性を維持することを含むことを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 前記フラッシュメモリオペレーションのうちの１つは、電力障害の後で、前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたデータのリカバリを処理することを含むことを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 前記フラッシュメモリオペレーションのうちの１つは、前記ファイルシステムにより使用するために物理セクタドメインで格納された情報を論理セクタドメインにマッピングすることを含むことを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 前記フラッシュメディアロジックは、前記ファイルシステムから受信したコマンドを物理セクタコマンドへ、前記フラッシュメモリメディアに発行するために変換するようにさらに構成されることを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 前記フラッシュメディアロジックは、データを前記フラッシュメモリメディアから読み取り、前記フラッシュメモリメディアへ書き込みかつ前記フラッシュメモリメディアから消去するためにユーザによってプログラム可能であることを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 前記フラッシュメディアロジックは、前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたエラーコード訂正を実行するように構成されることを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- コンピュータ読み取り可能な記憶媒体上に具現化されたフラッシュドライバであって、
ファイルシステムとフラッシュメモリメディアとの間に置かれたフラッシュ抽象化ロジックであって、
(a)論理セクタ状況を前記ファイルシステムから前記フラッシュメモリメディアの物理セクタ状況にマッピングすること、および
(b)前記フラッシュメモリメディアのオペレーションに関連付けられたメモリ要件を維持することを行うように構成されたフラッシュ抽象化ロジックを備え、
前記フラッシュドライバは前記フラッシュメモリメディアから離れて配置され、前記メモリ要件は書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたウェアレベリングオペレーションを管理することを含み、前記フラッシュドライバはコンピュータのオペレーティングシステム内のコンポーネントとして存在し、
ユーザが特定のメーカの特定のメディア要件に合致することができるようにプログラム可能なフラッシュメディアロジックをさらに備えることを特徴とするフラッシュドライバ。 - プログラム可能な前記フラッシュメディアロジックは、データを前記フラッシュメモリメディアから読み取り、前記フラッシュメモリメディアへ書き込み、かつ前記フラッシュメモリメディアから消去するように構成されたことを特徴とする請求項８に記載のフラッシュドライバ。
- プログラム可能な前記フラッシュメディアロジックは、前記ファイルシステムからのデータの読み取り、前記フラッシュメモリメディアへのデータの書き込みに関連付けられた特定の動作コマンドを受信しかつ変換するように構成されたことを特徴とする請求項８に記載のフラッシュドライバ。
- 前記メモリ要件は、前記フラッシュメモリメディアのデータ完全性を維持することを含むことを特徴とする請求項８に記載のフラッシュドライバ。
- 前記メモリ要件は、電力障害の後で、フラッシュメモリメディアに関連付けられたデータのリカバリを処理することを含むことを特徴とする請求項８に記載のフラッシュドライバ。
- 前記フラッシュメディアロジックは、前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたエラーコード訂正を実行するようにユーザによってプログラム可能に構成可能であることを特徴とする請求項８に記載のフラッシュドライバ。
- コンピュータ読み取り可能な記憶媒体上に具現化されたフラッシュドライバであって、
データをフラッシュメモリメディアから読み取り、前記フラッシュメモリメディアへ書き込みかつ前記フラッシュメモリメディアから消去するように構成されたユーザプログラマブルフラッシュメディアロジックであって、ユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能なユーザプログラマブルフラッシュメディアロジックと、
ファイルシステムとフラッシュメモリメディアとの間に置かれて、前記フラッシュメモリメディアのオペレーションのための汎用要件を維持するためのフラッシュ抽象化ロジックとを備え、
前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれず、前記汎用要件は書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたウェアレベリングオペレーションを管理することを含み、前記フラッシュドライバはアプリケーション内のコンポーネントとして定義されることを特徴とするフラッシュドライバ。 - 前記フラッシュ抽象化ロジックは、あるタイプのフラッシュメモリメディアに関連付けられた特定のコマンドを前記フラッシュメディアロジックに変換および実行のために直接渡すことを特徴とする請求項１４に記載のフラッシュドライバ。
- 前記フラッシュ抽象化ロジックは、前記フラッシュメディアロジックと前記ファイルシステムとの間のインターフェイスであることを特徴とする請求項１４に記載のフラッシュドライバ。
- 前記汎用要件は、前記フラッシュメモリメディアのデータ完全性を維持することを含むことを特徴とする請求項１４に記載のフラッシュドライバ。
- 前記汎用要件は、電力障害の後でリカバリを処理することを含むことを特徴とする請求項１４に記載のフラッシュドライバ。
- 前記フラッシュメディアロジックは、選択されたフラッシュメモリメディアのタイプとインターフェイスをとるためにユーザによって実施することができるプログラマブルエントリポイントのセットを含むことを特徴とする請求項１４に記載のフラッシュドライバ。
- フラッシュメモリメディアをデータの格納のために使用する処理デバイスであって、
データ格納を前記処理デバイスのためにコントロールするように構成されたファイルシステムと、
物理セクタコマンドに基づいて、物理セクタオペレーションをフラッシュメモリメディアに対して実行するように構成されたフラッシュメディアロジックであって、前記フラッシュメディアロジックは、選択されたフラッシュメモリメディアのタイプとインターフェイスをとるためにユーザによって実施することができるプログラマブルエントリポイントのセットを含み、ユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能なフラッシュメディアロジックと、
前記フラッシュメモリメディアを操作するために必要であるフラッシュメモリ要件を維持するように構成されたフラッシュ抽象化ロジックであって、前記フラッシュメモリ要件は、書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたウェアレベリングオペレーションを管理することを含むフラッシュ抽象化ロジックとを備え、前記フラッシュメディアロジックおよび前記フラッシュ抽象化ロジックはフラッシュドライバを構成し、前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれないことを特徴とする処理デバイス。 - 前記フラッシュ抽象化ロジックは、あるタイプのフラッシュメモリメディアに関連付けられた物理ロジックコマンドを前記フラッシュメモリメディアロジックに変換および実行のために直接渡すことを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記フラッシュ抽象化ロジックは、前記フラッシュメディアロジックと前記ファイルシステムとの間のインターフェイスであることを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記フラッシュメモリ要件は、前記フラッシュメモリメディアのデータ完全性を維持することを含むことを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記フラッシュメモリ要件は、電力障害の後でリカバリを処理することを含むことを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記要件が複数の異なるフラッシュメモリメディアに共通であることを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記フラッシュメディアロジックは、ユーザによって、前記処理デバイスにおいて使用された前記フラッシュメモリメディアのタイプによるエラーコード訂正を実行するために実施することができるプログラマブルエントリポイントのセットを含むことを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- 前記物理セクタオペレーションは、前記フラッシュメモリメディアに関連付けられた読み取り、書き込みおよびエラーコード訂正コマンドを含むことを特徴とする請求項２０に記載の処理デバイス。
- フラッシュメモリメディアをデータの格納のために使用する処理デバイスにおいて、前記フラッシュメモリメディアを駆動するための方法であって、
前記フラッシュメモリメディアのオペレーションに関連付けられたルールを、前記フラッシュドライバの一部を構成するフラッシュ抽象化ロジックにおいて管理するステップと、
ユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能であり、フラッシュドライバの一部を構成するフラッシュメディアロジックから、物理セクタコマンドを前記フラッシュメモリメディアへ直接発行するステップとを備え、
前記ルールの１つは書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアに関連付けられたウェアレベリングオペレーションを管理することを含み、前記方法は、前記処理デバイスのオペレーティングシステム内に存在するコンポーネントを通じて実行され、前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれないことを特徴とする方法。 - 前記ルールのうちの１つは、前記フラッシュメモリメディアのデータ完全性を維持することを含むことを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 前記ルールのうちの１つは、電力障害の後で前記メディアのリカバリを処理することを含むことを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 物理セクタコマンドを前記フラッシュメモリメディアへ直接発行するステップは、読み取りおよび書き込みコマンドをファイルシステムから受信するステップと、これらを前記物理セクタコマンドに変換するステップとを含むことを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 前記処理デバイスにおいて使用されたフラッシュメモリメディアのタイプによるエラーコード訂正を実行するためにユーザによって実施することができるプログラマブルエントリポイントのセットを発行するステップをさらに備えることを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 前記処理デバイスにおいて使用された前記フラッシュメモリメディアのタイプとインターフェイスをとるために、ユーザによってオプションで選択することができるプログラマブルエントリポイントのセットを発行するステップをさらに備えることを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 読み取りおよび書き込みコマンドをファイルシステムから受信するステップをさらに備えることを特徴とする請求項２８に記載の方法。
- 実行されるとき、請求項２８に記載の方法を実行するコンピュータ実行可能命令を備えることを特徴とする１つまたは複数のコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 実行されるとき、オペレーティングシステム内のコンポーネントとして動作するフラッシュドライバに、複数の異なるファイルシステムのうちの１つから選択されたファイルシステムと、複数の異なるフラッシュメモリメディアのうちの１つから選択されたフラッシュメモリメディアとの間で、インターフェイスを提供するように指示するコンピュータ実行可能命令を記憶したコンピュータ読み取り可能な記憶媒体であって、前記フラッシュドライバは前記フラッシュメモリメディアから離れており、書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアのウェアレベリングが実行され、前記フラッシュドライバはユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能であるフラッシュメディアロジックを含み、前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれないことを特徴とするコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
- 実行されるとき、オペレーティングシステム内のコンポーネントとして動作するフラッシュドライバに、
複数の異なるファイルシステムのうちの１つから選択されたファイルシステムと、複数の異なるフラッシュメモリメディアのうちの１つから選択されたフラッシュメモリメディアとの間でインターフェイスを提供すること、および
前記複数の異なるフラッシュメモリメディアに共通の特性のセットをフラッシュ抽象化ロジックで管理することを行うように指示するコンピュータ実行可能命令を記憶したコンピュータ読み取り可能な記憶媒体であって、
書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアのウェアレベリングが実行され、前記命令は特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能であるフラッシュメディアロジックを提供し、前記フラッシュ抽象化ロジックおよび前記フラッシュメディアロジックは前記フラッシュドライバを構成し、前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれないことを特徴とするコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。 - 実行されるとき、オペレーティングシステム内のコンポーネントとして動作するフラッシュドライバに、
複数の異なるファイルシステムのうちの１つから選択されたファイルシステムと、複数の異なるフラッシュメモリメディアのうちの１つから選択されたフラッシュメモリメディアとの間でインターフェイスを提供すること、
前記複数の異なるフラッシュメモリメディアに共通の特性のセットをフラッシュ抽象化ロジックで管理すること、および
選択されたフラッシュメモリメディアのタイプとインターフェイスをとるために、ユーザによってオプションで選択することができるプログラマブルエントリポイントを提供することを行うように指示するコンピュータ実行可能命令を記憶したコンピュータ読み取り可能な記憶媒体であって、
前記フラッシュドライバは前記フラッシュメモリメディアから離れており、前記フラッシュドライバはフラッシュメモリメディアにとらわれず、書き込みポインタの循環しかつ継続する前進を通じて前記フラッシュメモリメディアのウェアレベリングが実行され、前記命令はユーザが特定のメーカの特定のフラッシュメディア要件に合致することができるようにプログラム可能であるフラッシュメディアロジックを提供し、前記フラッシュ抽象化ロジックおよび前記フラッシュメディアロジックは前記フラッシュドライバを構成することを特徴とするコンピュータ読み取り可能な記憶媒体。
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