JP4898457B2 - 不揮発性メモリおよび制御データ管理を伴う方法 - Google Patents
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Description
本発明の他の態様によれば、消去可能なブロックに組織化され、かつ論理ユニットを複数のプレーンに並列に読み出しまたはプログラムすることができるように複数のメモリプレーンから構成されるメモリアレイに関して、所定のメモリプレーンに記憶された第1のブロックの元論理ユニットが更新される場合、更新済みの論理ユニットが元論理ユニットと同一のプレーンに維持されるための措置が講じられる。これは、更新済み論理ユニットを、同一のプレーン内ではあるが第2のブロックの次に使用可能な位置に記録することによって達成される。好ましくは、論理ユニットは、所定の論理ユニットのすべてのバージョンが検知回路の同一のセットによって処理されるように、プレーン内の他のバージョンにおけるのと同一のオフセット位置で記録される。
本発明の他の態様によれば、ブロック管理システムを伴うメモリにおいて、時間が重視されるメモリ動作中のブロック内のプログラム障害が、ブレークアウトブロック内のプログラミング動作を継続することによって処理される。後のあまり危機的でないときに、中断前に障害ブロック内に記憶されたデータが他のブロックに転送され、この他のブロックもブレークアウトブロックであってもよい。その後、障害ブロックを廃棄することができる。このように、不良ブロックが生じる場合に、データを失うこともなく、不良ブロック内に記憶されたデータを直ちに転送しなければならないことによって指定された時間制限を超えることもなく、不良ブロックを処理することができる。このエラー処理は、危機的な最中にすべての動作を新規のブロックに対して繰り返す必要がないようにするために、ガーベッジコレクションにとっては特に重要である。その後、都合のよいときに、不良ブロックからのデータは、他のブロックへ移転されることによって復旧される。
本発明の他の態様によれば、非順次論理ユニットを有する更新ブロックをサポートするブロック管理システムを伴う不揮発性メモリにおいて、非順次更新ブロック内の論理ユニットのインデックスがRAMにバッファされ、不揮発性メモリ内に周期的に記憶される。一実施形態において、インデックスは、インデックスを記憶する専用のブロック内に記憶される。他の実施形態において、インデックスは、更新ブロック自体に記憶される。さらに他の実施形態において、インデックスは、各論理ユニットのヘッダ内に記憶される。他の態様において、最終のインデックス更新の後だが次の分の前に書き込まれた論理ユニットは、インデックス付け情報を各論理ユニットのヘッダ内に記憶させる。このように、停電後に、初期化中に走査を実行する必要なく、最近書き込まれた論理ユニットの位置を決定することができる。さらに他の態様において、ブロックは、部分的に順次にかつ部分的に非順次に、1つより多い論理サブグループを対象として管理される。
本発明の他の態様によれば、制御データのいくつかまたはすべてといった重要なデータは、複製にして保持しておけば、信頼性のレベルが上がることが保証される。メモリセルの同一のセットのマルチビットを順次的にプログラムするための2パスプログラミング手法を使用する多状態メモリシステムについて、第1のパスによって確立されたデータが第2のパスにおけるプログラミングエラーによって破損されないように、複製が行われる。また、複製は、書き込みの異常終了の検出、誤検出の検出(すなわち、両コピーは良好なECCを有するが、データが異なる場合)の助けとなり、信頼性のレベルが向上する。データ複製にはいくつかの手法が考えられる。
図2は、本発明の好ましい実施形態に係る、セクタ(またはメタブロック)の物理グループに組織化され、コントローラのメモリマネージャによって管理されたメモリを示す。メモリ200は、メタブロックに組織化され、各メタブロックは、共に消去可能な物理セクタS0 ,...,SN-1 のグループである。
プログラミング速度および消去速度を最大限にするために、複数のMEUにある複数のページの情報が並列にプログラミングされるように、かつ複数のMEUが並列に消去されるようにすることによって、並行処理ができる限り活用される。
図6は、コントローラおよびフラッシュメモリにおいて実施されるようなメタブロック管理システムの概略ブロック図である。メタブロック管理システムは、コントローラ100において実施された様々な機能モジュールを備え、様々な制御データ(ディレクトリデータを含む)をフラッシュメモリ200およびコントローラRAM130内に階層的に分散されたテーブルおよびリストに保持する。コントローラ100内に実装された機能モジュールは、インターフェイスモジュール110と、論理/物理アドレス変換モジュール140と、更新ブロックマネージャモジュール150と、消去ブロックマネージャモジュール160と、メタブロックリンクマネージャモジュール170とを含む。
(図2に示されている)更新ブロックマネージャ150は、論理グループの更新を扱う。本発明の一態様によれば、更新を受けているセクタの各論理グループには、更新データを記録するために、専用の更新メタブロックが割り当てられる。好ましい実施形態において、論理グループの1つ以上のセクタの任意のセグメントが、更新ブロックに記録されることになる。更新ブロックは、順次順序または非順次(カオス的としても知られる)順序のいずれかで更新データを受信するように管理される。カオス的更新ブロックでは、セクタデータを論理グループ内で任意の順序で更新することができ、また個別のセクタの任意の繰り返しがあってもよい。特に、順次更新ブロックは、いずれのデータセクタの移転の必要なく、カオス的更新ブロックになりえる。カオス的データ更新には、ブロックの所定の割り当ては必要ない。任意の論理アドレスでの非順次書き込みが自動的に対処される。よって、従来技術のシステムとは異なり、論理グループの様々な更新セグメントが論理的な順次順序であってもまたは非順次順序であっても、特殊な処理はない。一般的な更新ブロックは、ホストによって要求された順序で様々なセグメントを記憶するために、単に使用されることになる。例えば、ホストシステムデータまたはシステム制御データがカオス的に更新されがちな場合でも、ホストシステムデータに対応する論理アドレス空間の領域を、ホストユーザデータを伴う領域と別々に扱う必要はない。
ある論理グループに属するデータを最初に更新する場合、論理グループの更新データについての更新ブロックとして、メタブロックが専用に割り当てられる。更新ブロックが割り当てられるのは、コマンドがホストから受信されて、既存のメタブロックがそのすべてのセクタを変化なく記憶している論理グループの1つ以上のセクタのセグメントを書き込む場合である。最初のホスト書き込み動作の場合、データの最初のセグメントが更新ブロックに記録される。各ホスト書き込みは連続論理アドレスを伴う1つ以上のセクタのセグメントであるので、最初の更新は、その性質上常に順次的であることとなる。後続のホスト書き込みでは、同一の論理グループ内の更新セグメントが、ホストから受信された順序で更新ブロックに記録される。ブロックは、順次更新ブロックとして管理され続けるのに対し、関連する論理グループ内でホストによって更新されたセクタは、論理的に順次的であり続ける。この論理グループ内で更新されたすべてのセクタは、このブロックが閉鎖されるか、カオス的更新ブロックに変換されるかのいずれかとなるまで、この順次更新ブロックに書き込まれる。
カオス的更新ブロック管理は、関連論理グループ内でホストによって更新された任意のセクタが論理的に非順次の場合に、既存の順次更新ブロックについて開始される。カオス的更新ブロックは、関連する論理グループ内の論理セクタが任意の順序でかつ任意の繰り返し量で更新されてもよいようなデータ更新ブロックの形式を取る。これは、ホストによって書き込まれたセクタが、更新中の論理グループ内の以前書き込んだセクタに対して論理的に非順次である場合に、順次更新ブロックからの変換によって作成される。この論理グループ内のその後の更新されたすべてのセクタは、グループ内の論理セクタアドレスが何であれ、カオス的更新ブロック内の次に使用可能なセクタ位置に書き込まれる。
図8は、2つの別個のホスト書き込み動作の結果としての、論理アドレスに不連続性を有する、順次更新ブロックへ順次順序で書き込まれる論理グループ内のセクタの一例を示す。ホスト書き込み#1において、論理セクタLS5〜LS8における更新データは、LS5’〜LS8’として専用の更新ブロック内に記録される。ホスト書き込み#2において、論理セクタLS14〜LS16における更新データは、最終の書き込みに続く更新ブロック内にLS14’〜LS16’として記録されている。しかし、LS8とLS14との間にアドレスジャンプがあり、ホスト書き込み#2は、通常、更新ブロックを非順次的にすることになる。アドレスジャンプは重要ではないので、1つのオプションとしては、ホスト書き込み#2を実行する前に、介在セクタのデータを元ブロックから更新ブロックへコピーすることによってパディング動作(#2A)をまず行うというものである。このように、更新ブロックの順次的性質が維持される。
他の実施形態において、強制的順次処理ステップ320が、保留中のカオス的更新の観点から順次更新ブロックをできるだけ保存するためにオプションとして行われる。2つの状況があり、どちらも、欠落したセクタを元ブロックからコピーして、更新ブロック上に記録された論理セクタの順次順序を維持するものである。第1の状況は、更新によって短いアドレスジャンプが生じることである。第2の状況は、更新ブロックを順次的に保つために、更新ブロックを早く閉鎖することである。強制的順次処理ステップ320は、以下のサブステップを含む。
ステップ370:保留中の更新が順次順序でなく、オプションとして、強制的順次条件が満たされていない場合、処理がステップ510へ進むときに非順次アドレスを有する保留中の更新セクタが更新ブロックへ記録されるようにするために、順次更新ブロックは、カオス的なものに変換されることが許容される。カオス的更新ブロックの最大数が存在する場合に、変換が進む前に、最近最もアクセスされていないカオス的更新ブロックを閉鎖する必要がある。よって、カオス的更新ブロックの最大数が超えないようにする。最近最もアクセスされていないカオス的更新ブロックの識別は、ステップ420において説明した一般的な場合と同一であるが、カオス的更新ブロックだけに制約される。このときにカオス的更新ブロックを閉鎖することは、ステップ550において説明したような統合化によって達成される。
ステップ410:消去メタブロックを更新ブロックとして割り当てる処理は、所定のシステム制約が超えているかどうかを判断することから開始する。リソースは有限であるため、メモリ管理システムは、典型的には、更新ブロックの所定の最大数CA が並行して存在することを許容する。この制限は、順次更新ブロックとカオス的更新ブロックとの総計であり、設計パラメータである。好ましい実施形態において、この制限は、例えば、最大8つの更新ブロックである。また、システムリソースに対するさらなる高い需要により、並行して開放されているカオス的更新ブロックの最大数に対する対応する所定の制限があってもよい(例えば、4つ)。
ステップ510:要求された更新セクタは、更新ブロックの次に使用可能な物理位置上に記録される。その後、処理はステップ520へ進み、更新ブロックを閉鎖する機が熟したかどうかが判断される。
ステップ520:さらなる更新を受け付けるための空間が更新ブロックにまだある場合には、ステップ570へ進む。そうでない場合には、ステップ522へ進み、更新ブロックを閉鎖する。現在の要求された書き込みが、ブロックが有する空間よりも多くの論理セクタを書き込もうとするものである場合に、更新ブロックを満たす実装例として2つのものがある。第1の実装例において、書き込み要求は2つの部分に分割され、第1の部分がブロックの最終物理セクタまで書き込む。その後、ブロックは閉鎖され、書き込みの第2の部分が、次に要求された書き込みとして扱われることになる。他方の実装例において、要求された書き込みは、ブロックが残りのセクタが埋め込まれて閉鎖されている間は保留される。要求された書き込みは、次に要求された書き込みとして扱われることになる。
ステップ530:更新ブロックが順次的かつ満杯であるので、そこに記憶された論理グループには変化がない。メタブロックは変化がなく、元のものを置換する。このとき、元ブロックは完全に廃止され、消去されてもよい。その後、処理はステップ570へと進み、所定の論理グループに対する更新スレッドは終了する。
ステップ540:更新ブロックは非順次的に充填され、いくつかの論理セクタの複数の更新を含む場合もあるので、ガーベッジコレクションが行われて、内部の有効なデータを救い出す。カオス的更新ブロックは、コンパクト化または統合化のいずれかが行われることになる。どちらの処理を行うかは、ステップ542において決定される。
図12Aは、様々な動作下における、論理グループの予想されるすべての状態と、その
状態間で予想される遷移とを示す。
1.変化なし:論理グループ内のすべての論理セクタが、論理的な順次順序で、ページタグ折り返しなどを使用して、1つのメタブロックに書き込まれている。
2.未書き込み:論理グループ内の論理セクタが全く書き込まれていない。論理グループは、グループアドレステーブルにおいて未書き込みとして印付けされ、割り当てられたメタブロックはない。このグループ内のすべてのセクタに対するホスト読み出しに応答して、予め定められたデータパターンが返される。
3.順次更新:論理グループ内のいくつかのセクタが、論理的な順次順序で、ページタグなどを使用してメタブロックに書き込まれ、これらのセクタによって、このグループの以前の変化なしの状態から対応する論理セクタが置換される。
4.カオス的更新:論理グループ内のいくつかのセクタが、論理的な非順次順序で、ページタグなどを使用してメタブロックに書き込まれ、これらのセクタによって、このグループの以前の変化なしの状態から対応する論理セクタが置換される。グループ内のセクタは、1回より多く書き込まれてもよく、最新のバージョンが、以前のすべてのバージョンを置換することになる。
1.消去済み:メタブロック内のすべてのセクタは消去される。
2.順次更新:メタブロックには、セクタが論理的な順次順序でページタグなどを使用して部分的に書き込まれている。すべてのセクタは、同一の論理グループに属する。
3.カオス的更新:メタブロックには、セクタが論理的な非順次順序で部分的または一杯に書き込まれている。任意のセクタは1回より多く書き込むことができる。すべてのセクタは、同一の論理グループに属する。
4.変化なし:メタブロックは、論理的な順次順序でページタグなどを使用して一杯に書き込まれている。
5.オリジナル:メタブロックは、以前は変化なしであったが、少なくとも1つのセクタがホストデータ更新によって廃止されている。
図15は、割り当てのための開放または閉鎖された更新ブロックおよび消去ブロックの状況を追跡するための割り当てブロックリスト(ABL)の構造の好ましい実施形態を示す。割り当てブックリスト(ABL)610は、コントローラRAM130に保持され、消去されたブロックの割り当て、割り当てられた更新ブロック、関連するブロック、および制御構造の管理を行うことができ、また正確な論理/物理アドレス変換を可能にする。好ましい実施形態において、ABLは、消去済みブロックのリストと、開放更新ブロックリスト614と、閉鎖更新ブロックリスト616とを含む。
順次更新ブロックは、論理的に順次順序でデータを記憶しているので、ブロック内の任意の論理セクタは、容易に位置決定することができる。カオス的更新ブロックは、その論理セクタを順序がばらばらに記憶し、論理セクタの複数の更新生成物を記憶してもよい。各有効な論理セクタがカオス的更新ブロックのどこにあるかを追跡するために、追加の情報を保持しなければならない。
図2に示されている論理/物理アドレス変換モジュール140は、ホストの論理アドレスをフラッシュメモリ内の対応する物理アドレスに関連付ける役割を担う。論理グループと物理グループ(メタブロック)との間のマッピングが、不揮発性フラッシュメモリ200および揮発性だが動作が速いRAM130(図1参照)に分散されたテーブルおよびリストのセット内に記憶される。アドレステーブルは、フラッシュメモリに保持され、メモリシステム内の各論理グループについてのメタブロックアドレスを含む。加えて、最近書き込まれたセクタについての論理/物理アドレス記録は、RAMに一時的に保持される。これらの揮発性記録は、電源投入後にシステムを初期化するときに、フラッシュメモリ内のブロックリストおよびデータセクタヘッダから再構築することができる。よって、フラッシュメモリ内のアドレステーブルは、たまに更新されればよく、制御データについてのオーバーヘッド書き込み動作の割合が減ることになる。
ーブル内のセクタに移動される。
図2に示されている消去ブロックマネージャ160は、ディレクトリおよびシステム制御情報を保持するためのリストのセットを使用して、消去ブロックを管理する。これらのリストは、コントローラRAM130およびフラッシュメモリ200に分散されている。消去されたメタブロックがユーザデータの記憶のため、またはシステム制御データ構造の記憶のために割り当てられなければならない場合には、コントローラRAMに保持された割り当てブロックリスト(ABL)(図15参照)内の次に使用可能なメタブロック番号が選択される。同様に、メタブロックが廃棄後に消去される場合には、その番号が、同じくコントローラRAMに保持されたクリア済みブロックリスト(CBL)に追加される。比較的静的なディレクトリおよびシステム制御データが、フラッシュメモリ内に記憶される。これらには、消去済みブロックリストと、フラッシュメモリ内のすべてのメタブロックの消去された状態のビットマップ(MAP)リストとが含まれる。消去済みブロックリストおよびMAPは、個別のセクタに記憶され、MAPブロックとして知られる専用のメタブロックに記録される。これらのリストは、コントローラRAMおよびフラッシュメモリに分散されて、消去済みメタブロックの使用を効率的に管理するための消去済みブロック記録の階層を提供する。
前に説明したように、ABL610は、使用のために割り当てられるであろう消去済みメタブロック、およびデータ更新ブロックとして最近割り当てられたメタブロックについてのアドレスエントリを有するリストである。ABL内のブロックアドレスの実際の数は、上限と下限という、システム設計の変数の間にある。製造中にフォーマットされたABLエントリの数は、カードの種類と容量との関数である。加えて、システムの寿命の終わりが近づくとABL内のエントリの数が減少するのは、使用可能な消去済みブロックの数が寿命内でのブロックの障害によって減少するためである。例えば、充填動作の後、AB
L内のエントリは、以下の目的のために使用可能なブロックを指定してもよい。ブロック
毎に1つのエントリを有する部分的に書き込まれたデータ更新ブロックについてのエントリであり、同時に開放されている更新ブロックの最大数についてのシステム制限を越えないもの。データ更新ブロックとして割り当てるための消去済みブロックについての1個から12個の間のエントリ。制御ブロックとして割り当てるための消去済みブロックについての4つのエントリ。
ABL610が割り当てによって使い尽くされると、再充填される必要があることになる。ABLを充填する動作は、制御書き込み動作中に生じる。これは、ブロックを割り当てなければならない場合にトリガされるが、ABLには、データ更新ブロックとして割り当てるため、またはいくつかの他の制御データ更新ブロックのために使用可能な消去済みブロックエントリが十分には含まれていない。制御書き込み中に、ABL充填動作は、GAT更新動作と並行して行われる。
1.現在のデータ更新ブロックの属性を有するABLエントリは保持される。
2.閉鎖データ更新ブロックの属性を有するABLエントリは、このブロックについてのエントリが並行GAT更新動作において書き込み中でなければ保持され、書き込み中であれば、このエントリはABLから除去される。
3.割り当てられていない消去ブロックについてのABLエントリは保持される。
4.ABLは、エントリの除去によって生じたギャップを除去するためにコンパクト化され、エントリの順序が維持される。
5.ABLは、EBBリストから次に使用可能なエントリをつけることによって完全に充填される。
6.ABBリストは、ABL内の現在のエントリで上書きされる。
CBLは、消去済みブロックエントリの数に対するABLと同じ制限を有する、コントローラRAM内の消去済みブロックアドレスのリストである。CBLを空にする動作は、制御書き込み動作中に生じる。したがって、この動作は、ABL充填/GAT更新動作、またはCBIブロック書き込み動作と並行して行われる。CBLを空にする動作において、エントリはCBL740から除去されて、CBBリスト776に書き込まれる。
MAPセクタ780およびEBMセクタ760内の消去ブロック情報間のMAP交換動作は、EBBリスト774が空の場合に、制御書き込み動作中に周期的に生じてもよい。システム内のすべての消去済みメタブロックは、EBMセクタ760内に記録され、MAPセクタ780はなく、MAP交換は行われない。MAP交換動作中に、EBB774に消去済みブロックを入力するMAPセクタは、送信元MAPセクタ782とみなされる。逆に、CBB776から消去済みブロックを受信するMAPセクタは、送信先MAPセクタ784とみなされる。MAPセクタが1つだけ存在する場合は、以下に規定するように、送信元および送信先MAPセクタの両方としての役割を果たす。
1.送信元MAPセクタが、増分ポインタに基づいて選択される。
2.送信先MAPセクタが、送信元MAPセクタ内ではない最初のCBBエントリ内のブロックアドレスに基づいて選択される。
3.送信先MAPセクタが、CBB内の該当エントリによって規定されたように更新され、当該エントリは、CBBから除去される。
4.別個の送信元MAPセクタが存在しなければ、更新された送信先MAPセクタが、MAPブロックに書き込まれる。
5.送信元MAPセクタが、CBB内の該当エントリによって規定されたように更新され、当該エントリは、CBBから除去される。
6.CBB内の残りのエントリが、EBBに付加される。
7.EBBには、送信元MAPセクタから規定された消去済みブロックアドレスができる限り充填される。
8.更新済みの送信元MAPセクタが、MAPブロック内に書き込まれる。
9.更新済みのEBMセクタが、MAPブロック内に書き込まれる。
図18は、様々なリスト間の制御およびディレクトリ情報の分配および流れを示す。便宜のために、リストの要素間でエントリを移動する動作、またはエントリの属性を変更する動作は、[A]から[O]として図18に示され、以下のようなものである。
[A]消去済みブロックがホストデータについての更新ブロックとして割り当てられる場合には、そのエントリのABL内にある属性は、消去済みABLブロックから開放更新ブロックに変更される。
[B]消去されたブロックが制御ブロックとして割り当てられる場合には、ABL内のそのエントリが除去される。
[C]ABLエントリが開放更新ブロック属性と共に作成される場合には、更新中の論理グループについての元メタブロックアドレスを記録するために、関連する元ブロックフィールドがエントリに付加される。この情報は、GATから取得される。
[D]更新ブロックが閉鎖されると、そのエントリのABL内にある属性は、開放更新ブロックから閉鎖更新ブロックへ変更される。
[E]更新ブロックが閉鎖されると、その関連する元ブロックは消去されて、ABL内にあるそのエントリ内の関連する元ブロックフィールドの属性は、消去済み元ブロックに変更される。
[F]ABL充填動作中、同一の制御書き込み動作中にGAT内でアドレスが更新された閉鎖更新ブロックはどれでも、そのエントリがABLから除去される。
[G]ABL充填動作中、閉鎖更新ブロックについてのエントリがABLから除去されると、その関連する消去済みの元ブロックについてのエントリが、CBLへ移動される。 [H]制御ブロックが消去されると、それについてのエントリが、CBLへ追加される。
[I]ABL充填動作中、消去済みブロックエントリが、EBBリストからABLへ移動され、消去済みABLブロックの属性が与えられる。
[J]ABL充填動作中のすべての該当ABLエントリの修正後、ABL内のブロックアドレスが、ABBリスト内のブロックアドレスに取って代わる。
[K]制御書き込み中にABL充填動作と並行して、CBL内の消去済みブロックについてのエントリが、CBBリストへ移動される。
[L]MAP交換動作中、すべての該当エントリが、CBBリストからMAP送信先セクタへ移動される。
[M]MAP交換動作中、すべての該当エントリが、CBBリストからMAP送信元セクタへ移動される。
[N]MAP交換動作中の[L]および[M]に続いて、すべての残りのエントリが、CBBリストからEBBリストへ移動される。
[O]MAP交換動作中の[N]に続いて、可能であれば、[M]において移動されたもの以外のエントリが、MAP送信元セクタから移動されて、EBBリストを充填する。
フラッシュメモリ内の論理セクタの物理位置を位置決定するために、図2に示されている論理/物理アドレス変換モジュール140は、論理/物理アドレス変換を行う。最近更新された論理グループを除いて、大量の変換を、フラッシュメモリ200またはコントローラRAM130内のGATキャッシュ内にあるグループアドレステーブル(GAT)を使用して行うことになる可能性がある。最近更新された論理グループについてのアドレス変換は、主にコントローラRAM130内にある更新ブロックについてのアドレスリストを検索することを必要とすることになる。したがって、論理セクタアドレスについての論理/物理アドレス変換のための処理は、セクタが位置する論理グループに関連したブロックの種類に依存する。ブロックの種類には、変化のないブロックと、順次データ更新ブロックと、カオス的データ更新ブロックと、閉鎖データ更新ブロックとがある。
順次更新ブロックに関連した論理グループ内の対象論理セクタアドレスについてのアドレス変換は、以下のように、開放更新ブロックリスト614内の情報から直接達成される(図15および18)。
1.リスト内の「ページタグ」フィールドおよび「書き込みセクタの数」フィールドから、対象論理セクタが更新ブロックにあるか、またはその関連する元ブロックにあるかどうかを判断する。
2.対象論理セクタに適切なメタブロックアドレスが、リストから読み出される。
3.メタブロック内のセクタアドレスが、適切な「ページタグ」フィールドから決定される。
カオス的更新ブロックに関連した論理グループ内の対象論理セクタアドレスについてのアドレス変換シーケンスは、以下の通りである。
1.RAM内のカオス的セクタリストから、セクタが最近書き込まれたセクタであると判断される場合には、アドレス変換は、このリスト内のその位置から直接達成されてもよい。
2.CBIブロック内の直近に書き込まれたセクタは、そのカオス的ブロックデータフィールド内に、対象論理セクタアドレスに該当するカオス的更新ブロックの物理アドレスを含む。また、その間接セクタインデックスフィールド内に、このカオス的更新ブロックに関連する最終書き込みCBIセクタのCBIブロック内のオフセットを含む(図16A〜16E参照)。
3.これらのフィールド内の情報は、RAM内にキャッシュされ、後続のアドレス変換中にセクタを読み出す必要をなくしている。
4.間接セクタインデックスフィールドによってステップ3において識別されたCBIセクタが読み出される。
5.直近にアクセスされたカオス的更新サブグループについての直接セクタインデックスフィールドは、RAM内にキャッシュされ、同一のカオス的更新ブロックに対する繰り返しのアクセスのためのステップ4における読み出しを行う必要をなくしている。
6.ステップ4または5において読み出された直接セクタインデックスフィールドは、対象論理セクタアドレスを含む論理サブグループに関連するCBIセクタを識別する。
7.対象論理セクタアドレスについてのカオス的ブロックインデックスエントリは、ステップ6において識別されたCBIセクタから読み出される。
8.直近に読み出されたカオス的ブロックインデックスフィールドは、コントローラRAM内にキャッシュされてもよく、同一の論理サブグループに対する繰り返しのアクセスのためのステップ4およびステップ7における読み出しを行う必要をなくしている。
9.カオス的ブロックインデックスエントリは、カオス的更新ブロックまたは関連する元ブロックのいずれかの内に対象論理セクタの位置を規定する。対象論理セクタの有効コピーが元ブロック内にあれば、元メタブロックおよびページタグ情報を使用して位置決定される。
閉鎖更新ブロックに関連した論理ブロックループ内の対象論理セクタアドレスについてのアドレス変換は、以下のように、閉鎖ブロック更新リスト内の情報から直接達成することができる(図18参照)。
1.対象論理グループに割り当てられたメタブロックアドレスは、リストから読み出される。
2.メタブロック内のセクタアドレスは、リスト内の「ページタグ」フィールドから決定される。
論理グループが開放または閉鎖ブロック更新リストのいずれかによって参照されない場合には、GAT内のそのエントリは有効である。GATによって参照される論理グループ内の対象論理セクタアドレスについてのアドレス変換シーケンスは、以下の通りである。 1.RAM内の使用可能なGATキャッシュの範囲を評価して、対象論理グループについてのエントリがGATキャッシュ内に含まれるかどうかを判断する。
2.対象論理グループがステップ1において見つかった場合、GATキャッシュは、メタブロックアドレスおよびページタグを含む全グループアドレス情報を含み、対象論理セクタアドレスの変換が可能となる。
3.対象アドレスがGATキャッシュ内にない場合、GATインデックスを対象GATブロックについて読みだして、対象論理グループアドレスに関するGATセクタの位置を識別しなければならない。
4.最後にアクセスされたGATブロックについてのGATインデックスは、コントローラRAM内に保持され、フラッシュメモリからセクタを読み出す必要なくアクセスされてもよい。
5.各GATブロックについてのメタブロックアドレスのリストと、各GATブロック内に書き込まれたセクタの数とが、コントローラRAM内に保持される。必要なGATインデックスがステップ4において使用可能でない場合、フラッシュメモリからすぐに読み出されてもよい。
6.対象論理グループアドレスに関するGATセクタは、ステップ4またはステップ6において取得されたGATインデックスによって規定されたGATブロック内のセクタ位置から読み出される。GATキャッシュが、対象エントリを含むセクタの再分割部分によって更新される。
7.対象セクタアドレスは、対象GATエントリ内のメタブロックアドレスおよび「ページタグ」フィールドから取得される。
メタブロックが再リンクされていることをメタブロックアドレスに関連したフラグが示されている場合、該当LTセクタがBLMブロックから読み出されて、対象セクタアドレスについての消去ブロックアドレスであると決定する。そうでなければ、消去ブロックアドレスは、メタブロックアドレスから直接決定される。
図20は、メモリ管理の動作中に、制御データ構造に対して行われる動作の階層を示す。データ更新管理動作は、RAM内にある様々なリストに対して作用する。制御書き込み動作は、様々な制御データセクタおよびフラッシュメモリ内の専用ブロックに対して作用し、またRAM内のリストとデータを交換する。
図4および図5A〜5Cに関連して前に説明したように、性能を向上させるために、複数のメモリプレーンが並列に動作される。基本的には、各プレーンは、プレーンの範囲のメモリセルの対応するページを並列に処理するための読み出しおよびプログラム回路の一部としての独自のセンス増幅器のセットを有する。複数のプレーンが組み合わされると、複数のページが並列に動作されてもよく、さらに性能が高まる。
ステップ950:ブロックに組織化された不揮発性メモリにおいて、各ブロックは、共に消去可能なメモリユニットに分割され、各メモリユニットは、データの論理ユニットを記憶するためのものである。
ステップ952:複数のメモリプレーンからメモリを構成し、各プレーンは、並列にメモリページを処理するための検知回路のセットを有し、前記メモリページは、1つ以上のメモリユニットを含む。
ステップ954:論理ユニットの第1のバージョンを第1の順序に従って第1のブロックのメモリユニットに記憶し、各第1のバージョンの論理ユニットは、メモリプレーンのうちの1つに記憶される。
ステップ956:論理ユニットの後続のバージョンを第1の順序とは異なる第2の順序に従って第2のブロックへ記憶し、各後続のバージョンは、論理ユニットのすべてのバージョンが検知回路の同一のセットによって同一のプレーンからアクセス可能であるように、第1のバージョンと同一プレーン内で次に使用可能なメモリユニットに記憶される。
ステップ956’は、ステップ957、ステップ958、およびステップ959を含む。
ステップ957:各ブロックをメタページに分割し、各メタページは、各プレーンのページから構成される。このステップは、どの記憶するステップの前でも行うことができる。
ステップ958:論理ユニットの後続のバージョンを、第1の順序とは異なる第2の順序に従って第2のブロックへ記憶し、各後続のバージョンは、メタページ内の第1のバージョンと同一のオフセットを有する次に使用可能なメモリユニット内に記憶する。
ステップ959:論理ユニットの後続のバージョンと並行して、前記次に使用可能なメモリユニットに先立つあらゆる未使用のメモリユニットを、メタページ毎に、論理ユニットの現在のバージョンを第1の順序に従ってコピーすることによってパディングする。
図24Aは、本発明の好ましい実施形態に係る、プレーン配列およびパディングを伴う図23Aの順次更新の例を示す。
図24Bは、本発明の好ましい実施形態に係る、プレーン配列は伴うがパディングは伴わない図23Bのカオス的更新の例を示す。
図24Cは、本発明の他の好ましい実施形態に係る、プレーン配列およびパディングを伴う図23Bのカオス的更新の例を示す。
個々のメモリ構成によってサポートされる柔軟性に依存して、読み出しまたはプログラムのユニットを変更することが可能である。個々のプレーンの個々の性質によって、あるメタページ内の個々のプレーンからの各ページを個別に読み出しまたはプログラムすることができる。前に説明した例では、プログラムの最大ユニットは、各プレーン内のページである。メタページ内において、すべてのページより少ない数の部分メタページプログラミングが可能である。例えば、メタページの最初の3ページをプログラムし、その後に4ページ目をプログラムすることが可能である。
ブロックメモリ管理システムにおいて、論理ユニットの論理グループが、元ブロック内での論理的な順次順序で記憶される。論理グループが更新される場合に、論理ユニットの後続のバージョンが更新ブロックに記憶される。論理ユニットがカオス的に(すなわち、非順次に)更新ブロックに記憶される場合、最終的にはガーベッジコレクションが行われ、元ブロック内の論理ユニットの最新版と更新ブロックとを収集して、それらを新規の元ブロックに順次に統合化する。ガーベッジコレクション動作がさらに効率的となるのは、所定の論理ユニットの更新済みバージョンが、すべてのバージョンが検知回路の同一のセットによってアクセス可能であるように、元ブロック内の元バージョンに揃って、更新ブロック内にすべて記憶される場合である。
代わりに、プログラムのユニットは、メタページの粒度を有してもよい。カオス的更新ブロックへの書き込みの粒度がペタページとなる場合には、図16Aおよび16Bに関連して説明したCBIブロック内のエントリは、セクタの代わりにメタページに関連してもよい。粒度が上昇すると、カオス的更新ブロックに対して記録されなければならないエントリ数は減少し、直接インデックスを除去して、単一のCBIセクタがメタブロック毎に使用することができるようになる。
図27は、ある位置から他の位置へコピーすべき論理ユニットをパディングしない、更新ブロック内のプレーン配列のための代替の手法を示す。4つのプレーンのうちの更新ブロックと交差する部分は、ホストから受信するプレーン配列された更新済み論理ユニットを収集する4つのバッファとみなしてもよい。ホストから受信された各論理ユニットは、適切なバッファの次に使用可能なメモリユニット内にパディングすることなくプログラムされる。ホストから受信される論理ユニットアドレスのシーケンスに従って、異なる数の論理ユニットが各プレーンにプログラムされている可能性もある。
あるブロック内にプログラム障害がある場合、このブロックに記憶すべきすべてのデータは、典型的には他のブロックに移動され、障害ブロックは不良と印付けされる。障害が生じる動作についてのタイミング仕様によっては、記憶済みデータを他のブロックにさらに移動するのに十分な時間がない場合もある。最悪の場合は、通常のガーベッジコレクション動作中のプログラム障害であり、すべてのデータを他のブロックへ移転するために、他の同様のガーベッジコレクション動作が必要となる。この場合、所定のホスト/メモリ装置の特定の書き込み待ち時間限度が破られることもある。なぜなら、典型的には、2つのガーベッジコレクション動作ではなく1つのガーベッジコレクション動作に対応するように設計されているからである。
ステップ1002:不揮発性メモリをブロックに組織化し、各ブロックは、共に消去可能なメモリユニットに分割され、各メモリは、データの論理ユニットを記憶するためのものである。
プログラム障害処理(第1のフェーズ)
ステップ1012:データの論理ユニットのシーケンスを第1のブロックに記憶する
ステップ1014:数多くの論理ユニットを記憶した後の第1のブロックにおける記憶障害に応じて、後続の論理ユニットを第1のブロック用のブレークアウトブロックとしての役割を果たす第2のブロックに記憶する。
プログラム障害処理(最終のフェーズ)
ステップ1020:予め定められたイベントに応じて、第1のブロック内に記憶された論理ユニットを第3のブロックへ転送し、第3のブロックは、第2のブロックと同一であってもなくてもよい。
ステップ1022:第1のブロックを破棄する。
プログラム障害処理は、統合化動作中には特に重要である。通常の統合化動作は、元ブロックおよび更新ブロック内にある論理グループのすべての論理ユニットの現在のバージョンを統合化ブロックに統合化する。統合化動作中に、統合化ブロック内にプログラム障害が生じると、残りの論理ユニットの統合化を受け入れるために、ブレークアウト統合化ブロックとして機能する他のブロックが提供されることとなる。このように、1回より多くコピーをする必要のある論理ユニットはなく、例外処理を伴う動作も、通常の統合化処理について指定された期間内に完了することができる。好都合なときには、グループのすべての未処理の論理ユニットをブレークアウトブロックに統合化することによって、統合化動作を完了することができる。好都合なときとは、統合化を行う時間があるときに、現在のホスト書き込み動作以外の何らかの他の期間中のことを指すことになる。このような好都合なときの1つとして、更新はあるが、関連する統合化処理がない場合の他のホスト書き込み中が挙げられる。
ステップ1102:ブロックに組織化された不揮発性メモリを組織化し、各ブロックは、共に消去可能なメモリユニットに分割され、各メモリは、データの論理ユニットを記憶するためのものである。
ステップ1104:データを複数の論理グループに組織化し、各論理グループは、あるブロック内に記憶可能な論理ユニットのグループである。
ステップ1112:論理ユニットにパッケージ化されたホストデータを受信する。
ステップ1114:論理グループの論理ユニットの第1のバージョンを第1の順序に従って第1のブロックに記憶することによって、論理グループの元ブロックを作成する。
ステップ1116:論理グループの論理ユニットの後続のバージョンを含む第2のブロックに第2の順序に従って記憶することによって、論理グループの更新ブロックを作成する。
ステップ1119:前述した章において説明したような予め定められたイベントにおいて、様々なブロック内の論理ユニットの現在のバージョンを収集して新規のブロックに再記録するために、ガーベッジコレクションが行われる。
エラー処理を伴う統合化であるフェーズI動作1120は、ステップ1122およびステップ1124からなる。
ステップ1122:論理グループの論理ユニットの現在のバージョンを第3のブロックに第1の順序と同様に記憶することによって、論理グループについての統合化ブロックを作成する。
ステップ1124:統合化ブロックにおける記憶障害に応じて、前記第3のブロックにはない論理グループの論理ユニットを第4のブロックに第1の順序と同様に記憶することによって、ブレークアウト統合化ブロックを提供する。
フェーズII中間動作1130は、フェーズIII統合化動作1140の前に生じてもよい。ステップ1132,1134,1136のいずれか1つによって与えられるような、数多くの予想される場合が可能である。
ステップ1132:論理グループの書き込み動作において、更新ブロックとしての第4のブロック(ブレークアウト統合化ブロック)に対して書き込みを行う。
ホストが他の論理グループに書き込むと、フェーズIII動作に直接進む。
ステップ1134:または、読み出し動作において、論理グループについての元ブロックとしての第3のブロックと、更新ブロックとしての第4のブロックと共にメモリを読み出す。
ステップ1136:または、電源投入初期化の際に、第1から第4のブロックのいずれかをその内容を走査することによって再識別する。
統合化完了(フェーズIII)
ステップ1142:予め定められたイベントに応じて、第4のブロックがフェーズI以来さらに記録されることがなかった場合である第1の場合には、論理グループのすべての未処理の論理ユニットの現在のバージョンを第1の順序と同様に記憶し、第4のブロックがフェーズI以来さらに記録されることがあった場合である第2の場合には、第3および第4のブロックを第5のブロックに統合化する。
ステップ1144:その後、第1の場合には、論理グループについての元ブロックとしての統合化された第4のブロックと共にメモリを動作させ、第2の場合には、論理グループの元ブロックとしての第5のブロックと共にメモリを動作させる。
図34Aおよび図34Bは、図28および図31における例に対して適用した、複数のフェーズ統合化のフェーズIおよびフェーズIII動作に関する第1の場合をそれぞれ示す。
図35Aおよび図35Bは、図28および図33における例に対して適用した、複数のフェーズ統合化のフェーズIおよびフェーズIII動作に関する第2の場合をそれぞれ示す。
図31A,31B,34A,34B,35A,および35Bにおいて説明した例は、同一の論理グループに属する論理ユニットのみを記憶する各物理ブロック(メタブロック)を有する、好ましいブロック管理システムに当てはまる。本発明は、例えば、国際公開特許出願第WO03/027828号(特許文献14)および国際公開特許出願第WO00/49488号(特許文献15)に開示されているような、物理ブロック配列する論理グループがない他のブロック管理システムにも等しく適用可能である。フェーズ化されたプログラム障害処理方法を他のシステムに対して実施するいくつかの例を、図36A,36B,および36Cに示す。
図16A〜16Eに関連したカオス的ブロックのインデックス付けについての先の章において、CBIセクタが、カオス的または非順次的更新ブロック内にランダムに記憶された論理セクタの位置を追跡するインデックスを記憶するために使用される。
図16A〜16Eに関連して説明した手法によれば、カオス的ブロック内の最近書き込み済みのセクタのリストは、コントローラRAM内に保持される。直近のインデックス付け情報を含むCBIセクタは、所定のカオス的ブロックに関連した論理ブロックへの所定数の書き込みの後にのみ、フラッシュメモリ(CBIブロック620)に書き込まれる。このようにして、CBIブロックに対する更新の回数を減少する。
他の実施形態において、インデックスポインタは、N回毎の書き込みの後に、カオス的更新ブロック内の専用のCBIセクタ内に記憶される。この手法は、インデックスもCBIセクタ内に記憶する場合の前述した実施形態と同様である。先の実施形態において異なる点は、CBIセクタはCBIセクタブロックに記録され、更新ブロック自体には記録されないことである。
本発明の他の態様によれば、あるブロックに記録された論理ユニットのインデックスは、N回毎の書き込みの後、不揮発性メモリ上に記録され、中間書き込みの論理ユニットについての現在の情報は、書き込まれた各論理ユニットのオーバヘッド部分に記憶される。このように、電力が再開した後に、最終インデックス更新以来書き込まれた論理ユニットについての情報が、ブロックを走査する必要なく、ブロック内の最終書き込み論理ユニットのオーバーヘッド部分から即座に取得することができる。
他の実施形態において、全CBIインデックスは、カオス的更新ブロック内の各データセクタのオーバーヘッド部分に記憶される。
ある論理グループ内において、非順次に書き込み可能なセクタの論理範囲が減少される。この手法の主な利点は、この範囲外のセクタが元ブロック内に順次書き込みされ続け、(コピー元およびコピー先が整列していることを条件として、そうでなければ、他の読み出しが必要となる場合もある)コピー先ページについてのすべてのデータを得るためには1つのマルチセクタページ(マルチチップの場合には複数ページの並列的な読み出しの場合もある)だけを読み出せばよいので、順次書き込み済みデータのコピーの方が早く行えるので、ガーベッジコレクションをはるかに短時間に行えることである。また、順次データは、そのコピー元からコピー先へ、コントローラに対するデータ転送なして、オンチップコピー機能を使用してコピーすることができる。カオス的ブロックにおいて生じるような、コピー元データが分散している場合には、コピー先へ書き込むべきすべてのセクタを収集するために、セクタ毎に1ページまでの読み出しが必要になる。
ブロックがカオス的管理モードに変換される前に、順次更新ブロックが一部書き込まれた場合には、論理グループのすべてまたは一部の順次更新済みセクションは、順次更新されたものとして扱われ続けてもよく、カオス的更新管理は、論理グループのアドレス範囲のサブセットにのみ適用されてもよい。
メモリ装置に記憶されたデータは、電力中断またはあるメモリ位置の不良によって、破損する場合がある。メモリブロック内に不良が生じると、データは異なるブロックに移転されて、不良ブロックは廃棄される。エラーが広範でない場合は、データと共に対比してある誤り訂正符号(ECC)によってすぐに訂正することができる。しかし、ECCが破損データを訂正できない場合もある。例えば、エラービット数がECCの能力を超える場合である。これは、メモリブロック管理システムに関連した制御データなどの重要データについては受け入れられない。
本発明の他の態様によれば、制御データのいくつかまたはすべてといった重要なデータは、複製にして保持しておけば、信頼性のレベルが上がることが保証される。メモリセルの同一のセットのマルチビットを順次にプログラムするための2パスプログラミング手法を使用する多状態メモリシステムについて、第1のパスによって確立されたデータが第2のパスにおけるいかなるプログラミングエラーによっても破損されないように、複製が行われる。また、複製は、書き込みの異常終了の検出、誤検出の検出(すなわち、両コピーは良好なECCを有するが、データが異なる場合)の助けとなり、信頼性のレベルが向上する。データ複製にはいくつかの手法が考えられる。
重要データの複製コピーは、前述したように、並行に書き込まれるのが好ましい。両コピーが同時に衝突するのを避ける他のやり方として、コピーを順次的に書き込むことが挙げられる。この方法は遅いが、コントローラが両コピーをチェックする際に、コピー自体がプログラミングが成功したかどうかを示す。
図20に関連して説明したように、ブロック管理システムは、その動作中にフラッシュメモリ内に制御データのセットを保持する。制御データのこのセットは、ホストデータと同様に、メタブロックに記憶される。このように、制御データ自体はブロック管理されることになり、更新を受けるので、ガーベッジコレクション動作も受けることになる。
ステップ1202:不揮発性メモリをブロックに組織化し、各ブロックは、共に消去可能なメモリユニットに分割される。
ステップ1204:互いに異なる種類のデータを保持する。
ステップ1206:互いに異なる種類のデータにランク付けを割り当てる。
ステップ1208:各ブロックが実質的に同一の種類のデータを記憶するように、前記互いに異なる種類のデータの更新を複数のブロックに渡って記憶する。
ステップ1210:ブロックが所定の数よりも少ない空メモリユニットを有し、かつ前記複数のブロックに渡って最高ランクのデータ種類を有することに応じて、前記ブロックのデータの現在の更新を他のブロックへ移転する。中断されなければ、ステップ1208へ進む。
If(ユーザデータのためにガーベッジコレクションがない場合)OR(MAPに残る未書き込みのセクタは6つ以下である)OR(GATに残る未書き込みのセクタは3つ以下である)、
Then
If(BOOTに残る未書込みのセクタは1つである)
Then BOOTを移転(すなわち、ブロックに移転)
Else
If(MAPAに残る未書込みのセクタは1つである)
Then MAPAを移転してMAPを更新
Else
If(MAPに残る未書き込みのセクタは1つである)
Then MAPを移転
Else
If(最終更新または最大GATに残る未書込みのセクタは1つである)
Then GATを移転
Else
If(CBIに残る未書込みのセクタは1つである)
Then CBIを移転
Else
Else
Exit
Claims (15)
- メモリセルのアレイを有する多状態メモリであって、各メモリセルは、データの複数のビットを記憶可能であり、各複数のビットは、各メモリセルに対して順次プログラミングパスによってプログラム可能である多状態メモリにおいて、第1のデータの2つのコピーを記憶する方法は、
プログラミングパスでグループのそれぞれのメモリセルのビットをプログラムすることによって、前記第1のデータの第1および第2のコピーをメモリセルのグループへ並列に並行してプログラムするステップと、
追加のプログラミングパスでグループのそれぞれのメモリセルの他のビットをプログラムすることによって第2のデータをプログラムするときに、他のビットをプログラムした結果生じたいずれの問題も前記第1のデータの両コピーを破損させないように、前記第1のデータのコピーのうちの少なくとも1つに関連するメモリセルのプログラミングを排除するステップと、
を含む方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記第1のデータに対して、これ以上のプログラミングパスが生じないように、それぞれのメモリセルのビットを最終のプログラム可能なビットとする方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記排除するステップは、これ以上のプログラミングパスが生じないように、前記多状態メモリのバイナリモードを使用して、前記第1のデータの第1および第2のコピーをメモリセルのグループへ並行にプログラムするステップを含む方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記多状態メモリは、メモリセルのブロックに組織化され、メモリセルの各ブロックは、共に消去可能であり、
前記第1のデータの2つのコピーは、2つの異なるブロックに並行にプログラムされる方法。 - 請求項2記載の方法において、
前記多状態メモリは、メモリセルのブロックに組織化され、メモリセルの各ブロックは、共に消去可能であり、
前記第1のデータの2つのコピーは、2つの異なるブロックに並行にプログラムされる方法。 - 請求項3記載の方法において、
前記多状態メモリは、メモリセルのブロックに組織化され、メモリセルの各ブロックは、共に消去可能であり、
前記第1のデータの2つのコピーは、2つの異なるブロックに並行にプログラムされる方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、フローティングゲートメモリセルを有する方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、フラッシュEEPROMである方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、NROMである方法。 - 請求項1記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、メモリカード内にある方法。 - メモリセルのアレイを有する多状態メモリであって、各メモリセルは、データの複数のビットを記憶可能であり、各複数のビットは、各メモリセルに対して順次プログラミングパスによってプログラム可能である多状態メモリにおいて、データの2つのコピーを記憶する方法は、
以前のプログラミングパスにおいてプログラムされたビットが後続のプログラミングパスにおける不完全なプログラミングの影響を受けないように、複数のメモリ状態に関係する前記複数のビットを符号化するステップと、
各メモリセルからの前記複数のビットのうちの1つを使用して、前記データの第1および第2のコピーをメモリセルのグループへ並行にプログラムするステップと、
を含む方法。 - 請求項11記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、フローティングゲートメモリセルを有する方法。 - 請求項11記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、フラッシュEEPROMである方法。 - 請求項11記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、NROMである方法。 - 請求項11記載の方法において、
前記不揮発性メモリは、メモリカード内にある方法。
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