JPH03167644A - 半導体メモリにおいて欠陥を取り扱うデバイスと方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〈産業上の利用分野） 本発明は一般に半導体メモリに関し、特にＥＥｐｒｏｍ
あるいはフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍメモリのような不揮
発性メモリ内のシーケンシアルデータをアクセスすると
ともに、その内部の欠陥を取り扱う簡易な方式に関する
。

（従来の技術） 半導体メモリは、行列構造に配置されたメモリセルの２
次元アレイを備えた集積回路（以後，ＩＣと称する）デ
バイスとして形成されている。

各セルには記憶状態を示す導通状態のひとつに設定する
ことができる一個のトランジスタを備えている。

データを永久的に大容量記憶するため、コンピュータお
よびディジタルシステムは代表的に磁気ディスク駆動装
置を使用している。

しかしながら、ディスク駆動装置は大形でかさばり、さ
らに高精度運動をする機構部品が必要であるという欠点
がある。その結果、ディスク駆動装置は堅ろう性に欠け
る上、構造が複雑であり、さらにかなりの量の電力を消
費するのに加えて信頼性に問題が起こりがちである。

ランダムタアクセスメモリ　（以後，ＲＡＭと称する。

）、リードオンリーメモリ　（以後．ＲＯＭと称する。

）、プログラマブルリードオンリーメモリ　（以後，Ｆ
ＲＯＭと称する。）、紫外線消去形ＦＲＯＭ　（以後，
ＵＶＥＰＲＯＭと称する。）、電気消去形プログラマブ
ルリードオンリーメモリ（以後，ＥＥｐｒｏｍと称する
。）．ならびにフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍのような固体
メモリデバイスは上記欠点が除去されている。

しかしながら，ＲＡＭの場合には揮発性であり、そのメ
モリ内容を保持するために一定の電力か必要である。そ
の結果、ＲＡＭは代表的に一時動作形の記憶装置として
使用されている。

ＲＯＭ．　　ＥＥ　ｐ　ｒ　ｏｍ，ならびにフラッシュ
形ＥＥｐｒｏｍは、すべて不揮発性の固体メモリである
。電力を遮断した後でさえも、これらのメモリはそれら
のメモリ内容を保持している。しかしながら、ＲＯＭお
よびＦＲＯＭには、再プログラムすることが不可能であ
る。ＵＶＲＯＭは電気的に消去できない。一方、ＥＥｐ
ｒｏｍおよびフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍには他に、電気
的書き込み可能（プログラマブル）であるとともに、消
去が可能であるという利点がある。それにもかかわらず
、各消去／プログラムサイクルごとにデバイスが受ける
耐力関連応力のゆえに、従来のＥＥｐｒｏｍならびにフ
ラッシュ形ＥＥｐ　ｒ　ｏｍは限られた寿命を有してい
る。フラッシュ形ＥＥｐｒｏｍデバイスの耐力は与えら
れたプログラム／消去サイクル数だけ耐える能力である
。ＥＥｐｒｏｍならびにフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍデバ
イスの耐力を制限する物理現象はデバイスの活性誘電体
膜内に電子を捕獲するものである。

プログラム期間中には誘電体界面を通して基板から浮動
ゲートに電子が注入される。同様に、消去期間中には、
誘電体界面を通して浮動ゲートから消去ゲートへ電子が
抽出される。両者とも、ある程度の電子は誘電体界面に
よって捕獲される。捕獲された電子は，引続き実行され
るプログラム／消去サイクル内に印加電界に対して逆へ
作用をし、それによってプログラムされた状態での閾値
電圧の低い値へ移動させ、かつ、消去された状態での閾
値電圧を高い値へ移動させる。これは“０”状態と“１
”状態との間の閾値電圧の“窓”における傾斜形終端に
見られる。ほぼＩＸＩＯ’のプログラム／消去回数を超
えると、窓の終端ほの読み出し回路に対して十分悪影響
を与えるようにシビアになる。もしサイクルを継続すれ
ば、遂には誘電体が破壊して回復不能な故障に至る。こ
れは、代表的にはＩＸＩＯ’回と１×１０７回との間で
発生し、デバイスの真性破壊として知られたものである
。かくして、使用に際してはメモリアレイ内に欠陥が立
ち上がる傾向を有し、代表的にはデバイスは１０′ｆ〜
１０４回の書き込み／消去サイクルの後には信頼できな
くなる。慣例的には、半永久的なデータの記憶．あるい
はプログラムが必要であるが、再プログラミングが要求
されることがあるような応用にも、ＥＥｐｒｏｍならび
にフラッシュ形ＥＥｐ　ｒａｍが使用されている。メモ
リデバイス内の物理的欠陥は、欠陥のあるセルを生じさ
せる。欠陥のあるセル内に記憶されているデータは、常
に正しくないものになる。ＲＡＭおよび磁気ディスクの
ような従来のメモリデバイスにおいては、製造過程で生
ずる物理的欠陥は工場において訂正されている。

チップ内に冗長メモリセルを作ることは、半導体メモリ
においては通常，実施されている。製造後に発見された
．これら欠陥のあるセルは棄てられ、アレイ内ではこれ
らの冗長セルが再配置される。再配置は、通常、工場内
で実際の配線によって行われる。そこで、デバイスは完
全であるとみなされ、後の通常の動作期間内に現れる物
理的欠陥に起因する欠陥デバイスを交換する準備はほと
んど、あるいは全くなされていない。限られた数のラン
ダムエラーを訂正するエラー訂正コード（以後，ＦＣＣ
と称する。）を使用した方式に、エラー訂正は主として
依存するものである。

ＥＥｐｒｏｍあるいはフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍデバイ
スに対しては、同様に、製造後に最初に検出された欠陥
を処理しなければならない。したがって、ＥＣＣは限ら
れた数のランダムエラーを訂正するために使用できるも
のである。しかしながら、これらのデバイスの性質は，
セルの故障が読み出しサイクルによって大きくは影響さ
れないけれども、書き込み／消去サイクルと増加させる
に伴って、デバイスはそれだけ多くのセル故障を有する
ようになるというものである。多くの書き込み／消去サ
イクルが実施されるような応用に、デバイスが使用され
るならば、累積される欠陥セルからのエラーは最後にＥ
ＣＣを圧倒し、デバイスを信頼できないものにしてしま
う。

固体メモリ内の欠陥を取り扱う従来の方法は、少なくと
も２つの観点から．ＥＥｐｒｏｍデバイスに対しては不
適切である。第１に大急ぎで欠陥を検出し．かつ，取り
扱うための有効な手段が存在しない。第２に、欠陥のあ
る行列を交換するために冗長行列を使用するような方式
は有効なものではない。この方式については，行あるい
は列がわずかひとつの欠陥ビットを含んでいる場合でさ
えも、すべての行あるいは列が棄てられ，再配置されて
いる。これは極めて単純な欠陥管理方式であるが、廃品
になってしまったメモリビットの数は各欠陥に対して極
めて重要である。この方式は、初期欠陥の高い実例とし
てＥＥｐ　ｒａｍデバイスには受け入れられない。さら
に、新しい欠陥が検出されて再配置が行われる場合には
、さらに多くの行と列とを配置する必要があり、結果的
には事実上、メモリサイズを減少させてしまう。

ＥＥｐ　ｒ　ａｍならびにフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍ内
の欠陥を処理する他の方法は，ディスク内で欠陥再配置
をするのと同様な方式を使用するものである。通常のデ
ィスクシステムにおいては．媒体はシリンダとセクタと
に分割され，セクタはデータを格納する基本ユニットで
ある。ディスクの動作を管理し、欠陥の再配置を取り扱
うために制御装置が使用されている。使用前に、欠陥を
再配置するためには媒体を初期設定（あるいはフォーマ
ット化）しなければならない。システムは種々のセクタ
に分割されている。欠陥を含むセクタが識別され，悪い
ものとしてマークが付けられ、システムによって使用す
べきではないものとされる。

これは，種々の方法で実施される。インターフェース用
制御装置によって使用されるべきディスクの特定部分上
には欠陥地図の表が格納されている。

通常，欠陥地図の表は駆動簿内，およびデータセクタの
ヘッダ欄内の両方に置かれている。

さらに，特殊な識別子ならびにフラグマーカを使用して
．，悪いセクタは悪いものとしてマークされている。欠
陥がある一つのアドレスに存在する場合．そこに通常，
格納されているデータは代替位置に置かれる。代替セク
タの要求に対して，システムではある特定間隔，あるい
は特定位置に予備セクタを割り当てている。

これに対してメモリ容量の量が減少し，これはいかにし
て代替セクタを置くかについての性能上の問題点を与え
るものである。また，代替セクタ再配置は，残りのデー
タでは順に行う必要性はない。

一般に，マイクロブロセサのインテリジェンスを備えた
１複雑で，高価な制御装置が，この種の欠陥管理を取り
扱うのに必要である。

ＥＥｐｒｏｍシステムにおける欠陥配置の実例は１９８
９年４月１３日に出願し，出願番号が第３３７，５６６
号で“フラッシュ形ＥＥ　ｐ　ｒ　ｏｍシステム”と題
する同時継続中の特許出願に開示されている。この出願
は，本出願の同一譲渡人に対して譲渡され、その開示内
容を参照文献としてあげておく。

（発明が解決しようとする課題） したがって、上記欠点の存在しないメモリシステムを提
供することは、本発明の目的である。

シーケンシアルデータを格納するための簡易な構成で、
低価格のメモリシステムを提供することは，本発明の他
の目的である。

シーケンシアルデータを格納するためのＥＥｐｒｏｍあ
るいはフラッシ：Ｌ形ＥＥｐｒｏｍシステムを提供する
ことは、本発明の他の目的である。

デバイスの使用期間中に検出された欠陥を取り扱うこと
ができる固体メモリシステムを提供することは，本発明
の他の目的である。

ＥＥｐｒｏｍあるいはフラッシュＪ’ＢＥＥｐｒ○ｍシ
ステム内にシーケンシアルデータを書き込むためのみの
簡易な構或で，低価格の制御装置を提供することは，本
発明の他の目的である。

ＥＥｐ　ｒ　ｏｍあるいはフラッシュ形ＥＥｐＹ：ｏｍ
システム内にシーケンシアルデータを書き込み、かつ、
読み出すためのみの簡易な構或で、低価格の制御装置を
提供することは、本発明の他の目的である。

（課題を解決するための手段） これらの目的およびその他の目的は，ＥＥｐｒ○ｍシス
テムならびにフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍシステムのよう
な固体メモリシステムの改善によって或就され、さらに
欠陥を有していてさえも、固定メモリに信頼度高く、低
価格でシーケンシアルデータを格納するために使用でき
るように、欠陥を格納するために使用できるように、欠
陥を簡単，かつ，有効に取り扱うことができる技術によ
って或就される。

本発明の一応用は、可搬形，かつ，取り外し可能な構造
のＥＥｐｒｏｍデバイス，あるいはフラッシュ形ＥＥｐ
ｒｏｍデノくイスの内部にシーケンシアルデータを格納
することにある。実例は、データロギング，音声あるい
は映像のデータ応用に存在している。デバイスは、磁気
テープカセットあるいはフロッピーディスクと同様な機
能の．取り外し可能な構造のフォーマットのものである
。

本発明の特長は、データがシーケンシアルな性質のもの
である点にあり、さらに現場の記録装置によって要求さ
れる操作が多くないという点にある。各データファイル
が長いシーケンシアル書き込み形成によって全ファイル
の累積として書き込まれ、ランダムアクセス法によるも
のではないため、ならびに最後に書き込まれたデータの
後に新しいファイルが付加されているため、制御装置に
は単純に付加操作をすることのみが必要とされる。

他の実装方式では、シーケンシアル読み出し操作をする
ことのみが必要である。必要に応じて、かかる機能を有
する制御装置を備えた他のシステムにメモリ媒体を装着
することにより、消去ならびに初期設定のような，他の
機能を付加することができる。

かくして．種々の特定化された制御装置に機能付加を分
配することにより、それぞれの制御装置の構戒を簡易化
することができる。

メモリ内でデータを順次，書き込み．ならびに読み出す
ことにより，メモリデバイスの欠陥リストをデータの順
に順次並べることができる。メモリ位置のデータアクセ
スに沿って欠陥リストを走査しているので、欠陥リスト
内の現在の人口を単に順次，検査することにより位置の
完全な状態をチェックすることができる。

本発明の一態様によって、ＥＥｐ　ｒ　ｏｍメモリアレ
イあるいはフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍメモリアレイのよ
うな固体メモリは、ユーザデータ部ならびに第１の情報
リス｝Ｈに分割されている。

ユーザデータ部，すなわちユーザメモリはユーザデータ
を格納するために使用される。第１の情報リストには、
以前に検出された欠陥の索引簿を備えている。

データをデータ部に格納するのと同じ方法で欠陥が順次
，並べられている。制御装置がユーザデータ部をアクセ
スする一方で，制御装置は第１の情報リスト内に掲載さ
れている欠陥を参照している。

欠陥を含む位置は．跳び越えている。ユーザデータ部お
よび欠陥リストの両方が順次，ならべられているため，
リスト上の次の欠陥に対応して一つの欠陥を処理した後
に，ユーザメモリ内の次の位置へ順次，ステップすると
ともに，リストからの次欠陥アドレスと次位置アドレス
を比較するため、制御装置によるアドレス支持および参
照の作業が簡易化されている。

本発明の他の実施態様によれば、第１の情報リストは列
欠陥の順序付けられたリストと、以前に検出された他の
欠陥の順序付けられたリストとを備えている。両方の欠
陥リストは、ユーザメモリへの書き込み時，ならびにユ
ーザメモリからの読み出し時に参照される。

本発明の他の実施態様によれば、メモリはさらに第２の
情報リストへと分割されている。このリストは制御装置
により保持され、ユーザデータ部分に書き込まれたファ
イルの順序付けられた索引簿と、書き込み期間中にユー
ザデータ部内で検出された欠陥とを備えたものである。

第２の情報リストは、掲載されている欠陥を含む位置が
跳び越えられているような読み出し動作において、制御
装置により第１のリストとともに順序付けられて参照さ
れている。

本発明の他の実施態様によれば、固体メモリ内の欠陥を
取り扱う方法は，メモリに対して順序付けられたアドレ
ス付けを行うシステムを割当てファイルをメモリに書き
込み始める前にメモリ内の欠陥を検出し、欠陥アドレス
と欠陥形式とから成る第１のリストをメモリ内へ格納し
、メモリをアクセスする一方で欠陥を跳び越えるための
第１のリストを参照するステップを備えたものである。

本発明の他の実施態様によれば、本発明の方法は、デー
タファイルをメモリへ書き込み，データファイルのメモ
リファイルマーカ内で’！２（７）順序付けられたリス
ト内へデータファイルを格納し、各書き込み動作を検証
し，書き込み検証における故障において検出された欠陥
を飛び越え、第２の順序付けられたリスト内で検出され
た欠陥アドレス，ならびに欠陥形式を格納するステップ
を備えたものである。

制限された実用性およびデータ構造は、マイクロブロセ
サのインテリジェンスを必要としないでも，簡易で，か
つ，低価格の制御装置の構或を可能としＥＥ　ｐ　ｒ　
ｏｍあるいはフラッシュ形ＥＥｐｒａｍ．ならびに他の
固体メモリデバイスに特有の欠陥を取り扱うことができ
るものである。

本発明の他の目的，特徴，ならびに利点は，添付図面に
関連して記載された実施例の次の記述から理解されよう
。

（実施例） 第１図は、半導体メモリのシステムを示す図である。本
実施例において、アドレス／データバス３０および制御
バス４０を介して制御装置２０によって管理されている
．一つ以上の不揮発性ＥＥｐｒｏｍメモリデバイス，あ
るいはフラッシュＥＥｐｒｏｍのメモリデバイス１０．
１２から戒り立つ。制御バス４０は種々の制御信号，ク
ロック信号，ならびにもし存在すれば種々のハンドシェ
ーク信号を輸送するものである。他の実施例において、
上記バスのうちのあるものは多重バスに結合できるか、
単一目的のバスに分離できる。制御装置２０，それ自身
は，システムアドレス／デバイスバス５０およびシステ
ム制御バス６０を介して大規模システム（示されていな
い。）に接続されている。大規模システムはマイクロプ
ロセサを基にしたシステム，あるいはデータ収集システ
ムのような他のディジタルシステムとすることができる
。上述したように．代表的にはシステムはシーケンシア
ルデータを記録するために使用され、したがって、制御
装置２０は、メモリデバイス１０．１２上で単に書込み
動作および／あるいは読出し動作をするために要求され
るにすぎない。ＥＥｐｒｏｍメモリデバイスあるいはフ
ラッシュ形ＥＥｐｒｏｍメモリデ、バイス１０．１２は
システムから取外して，初期設定および消去などの他の
動作を行うため、他の全機能を備えたシステムに再接続
することができる。“多状態ＥＥｐ　ｒ　ｏｍ読み出し
／書き込み回路および技術”と題して１９８９年４月１
３日に米国に特許出願された同時継続中の発明では、種
々の動作をすることができるＥＥ　ｐ　ｒ　ａｍシステ
ムが開示されている。その開示を参照文献として引用す
る。

第２図は、行列構造に配列されたメモリセル１００の２
次元アレイを示す図である。メモリアレイ１００は１０
．１２のようなメモリデバイスの格納部である。最初に
メモリアレイを使用する前に，磁気ディスク内でのフォ
ーマットのものとおおよそ同様な初期設定過程によって
、現存する欠陥が処理されている。

種々の形の欠陥が可能である。１０２のような単一セル
に欠陥が可能である。１０２のような単一セルに欠陥の
あるときには、ビット欠陥が発生する。列を構成する全
セルが短絡したとき、１０４，１０６のような列欠陥が
発生する。同様にして、行を構或する全セルが不動作状
態になったとき、行欠陥が発生する。システム的性質の
形式の欠陥もある。例えば、系統的に４行より成るブロ
ックは、フラッシュによって同時期に消去される。

消去ブロックが消去し損じたか、あるいはその中の多数
のセルに欠陥があったならば、消去ブロック１０９のよ
うな消去ブロックの全体に欠陥があるものと宣言される
。同様に、書き込みおよび読み出しは、通常同時にデー
タの塊で実行される。

一例は、６４ビットの書き込み／読み出しブロック（あ
るいは塊）である。ひと塊の内部のあるビットが正しい
書き込みをし損じると、塊１１２のようなセル塊の全体
に欠陥があるものと宣言される。

最初に検出された欠陥が取り扱われた後でさえも、フラ
ッシュ形ＥＥ　ｐ　ｒ　ａｍデバイスの性質は、書き込
み／読み出しサイクルとともに、より多くのセル故障を
有するようになる傾向にある。ＦＣＣは、書き込み動作
と読み出し動作とのちょうど中間に生ずる限られた数の
ランダムエラーを訂正するために使用されている。しか
しながら、使用に伴って累積される欠陥セルに起因する
エラーは、遂にはＦＣＣを圧倒し、デバイスを使用不能
にしてしまう。本発明の一つの重要な特徴は、大急ぎで
これらの欠陥を検出し，かつ，取り扱うシステム能力に
ある。欠陥セルは、正しく書き込む作用を損なうことに
よって検出される。欠陥セルであることが識別されるや
否や、直ちに、メモリをアクセスしている期間内に制御
装置は欠陥位置を跳ばし、欠陥リストへ新しい欠陥を追
加する。従来のエラー訂正方式に加えて、この動的な欠
陥の取扱は大幅に信頼性を増加させ、デバイスの寿命を
伸長させるものである。

本発明は、メモリ内の格納装置を使用する際にシーケン
シアルデータ，あるいはセミシーケンシアルデータを格
納することに関するものである。

メモリアレイ内の欠陥を管理する際には、メモリをアク
セスしている期間に、発見された欠陥を掲載し．かつ，
掲載された欠陥を参照する必要があり、これによってア
レイ内のこれら欠陥によって占有された位置を使用する
のを避けることができる。

したがって、メモリ空間は第３図（Ａ）に示したように
３部分に分割される。ユーザデータ部，すなわちユーザ
メモリ１１０はメモリアレイＩＯの一端（すなわち底部
）から満たされる。他の２部分は、メモリアレイ１００
の他端（頂部）に位置している。第１の部分は，静的情
報リスト１２０が置かれている。この部分は，メモリデ
バイスの初期設定の際に固定された大きさを有する。第
２部分は、第１の部分が終了した位置から始まり、ここ
には動的情報リス｝１３０が置かれている。

ユーザデータ部１１０は、ユーザがデータファイルを格
納するものである。

静的情報リスト１２０には、メモリ了レイ１００の初期
設定の際に既知の欠陥についての情報に加えて、動的情
報リストの開始アドレスを備えている。初期設定時に静
的情報リストに書き込まれ、検出されている追加欠陥が
新しいリストに組み込まれるときとしての次の初期設定
時まで変化しないでいる。

動的情報リスト１３０は、本質的に、最後の初期設定よ
り後にユーザデータ部１１０の書き込み履歴を記録する
ものである。書き込み履歴は制御装置２０によって保持
され、書き込み検証期間中に見出された欠陥に加えて、
ユーザデータａｌｌＯ内に書き込まれているデータファ
イルの索引簿（ファイルマー力）である。

ユーザデータ９１　ｉ　１よび動的情報リストは、同一
メモリ空間を共用するものとみなすことができる。ユー
ザデータ部１１０メモリアレイ１００の一端（すなわち
，底部から上へ）から満たされるのに伴って．空白のメ
モリ空間をちょうど中間に残して、動的情報リスト１３
０は他端（すなわち，丁度，上から下）から満たされる
。このような方法で，ユーザデータ部および動的情報リ
スト部の可変サイズに適合するように許容値が設定去れ
ている。２つの部分が合致する場合には、メモリ容量が
完全に満たされ，それ以上にデータを書き込むことはで
きない。

第３図（Ｂ）は，初期設定時にメモリ了レイｌ００の一
端（すなわち，底面）へ静的情報リスト１２０が書き込
まれている代替え構成を示す図である。ユーザデータ１
１　１　０は、静的情報リスト１２０が終了する位置か
ら上方に延長している。

動的情報リスト１３０は、メモリアレイ１００の頂部か
ら開始している。

本発明の一つの重要な特徴は，メモリアレイに書き込ま
れているデータがシーケンシアルであるという要求事項
にある。これによって，追加動作としての書き込み動作
を制限することによって、アドレス指定を簡易化するこ
とができる。

かくして、最後に書き込まれたファイルの最後に，常に
新しいファイルを追加しなければならない。

この構造によって，静的情報リス｝１２０および動的情
報リス｝１３０の両者に対して順序付けられたリストを
作戊することができる。その結果、アドレス指定と欠陥
追跡とが大幅に簡易化される。

第３図（Ａ），　　（Ｂ）に示すメモリアレイ１００は
、行列構造形メモリセルの２次元アレイである。メモリ
アレイ１００は，一端から他端へと規定のシーケンスで
満たされる。本実施例において、メモリ空間には一行ず
つ満たされる。第３図（Ａ）を参照した実例においては
、第１列内のセルから出発する最低位行を横切ってデー
タが満たされる。行が満たされたとき、再び第１列内の
セルから出発する次の上の行にデータが移動する。メモ
リ空間の最上位行から出発し、下方へ一行ずつ満たされ
る点を除けば、静的情報リスト１２０および動的情報リ
スト１３０の内容は、同様の方法でメモリ空間を満たし
ている。

メモリアレイ１００は２次元であるため、行と列との議
論は互換性があるものと理解されよう。

かくして、メモリ列を一列ずつ満たすものに議論を適用
可能である。事実、２次元アレイはランダムにアクセス
できるので、前もって記述されている順序でメモリを満
たすことができる。

全てのこれらの場合は、本発明の範鴫に属するものであ
る。

第４図（Ａ）は、ユーザデータ部１１０，静的情報リス
｝　１　２　０，ならびに動的情報リスト１３０の内容
を系統的に示す図である。説明を明確化するため、メモ
リアレイ１００の３つの部分は、それぞれ底面の位置か
ら出発し、頂面の位置で終了する３つの線形メモリアレ
イとして系統的に示してある。ユーザデータ部ｌ１０，
静的情報リス｝　１　２　０．ならびに動的情報リスト
１３０上の現在のアクセス位置は，それぞれ矢印１０１
，１０３，１０５によって示されている。

メモリアレイが製造された後に最初に使用される前に、
欠陥が存在するか否かについてメモリアレイが試験され
る。検出された欠陥は．磁気ディスクのフォーマット化
における欠陥とおおよそ同様にして、初期設定過程によ
って処理される。初期設定は工場において行うことがで
きる。基本的に，種々の欠陥やそれらの形式を位置付け
るために、メモリテスタが使用される。この段階でユー
ザデータ部１１０内で検出された欠陥は，それがユーザ
データ部内で発生する順番で，静的情報リスト１２０内
へ記録さりる。

例えば、初期設定時に列欠陥ＤＣＩ，ＤＣ２，ならびに
他の形式の欠陥ＤＩ，Ｄ２がユーザデータによって指定
されたユーザメモリ１１０において検出されたならば，
ユーザメモＩＪ　１　１　０を満たす予め定められたシ
ーケンスによって指示された順序にしたがって、欠陥ア
ドレスが静的情報リスト１２０内に記録される。欠陥形
式に関する情報も，同時に各掲載欠陥アドレスに対応す
るタグ１４２として記録される。

一実施例において、静的列欠陥は他の静的欠陥と同じレ
ベルで処理される。かくして、全ての静的欠陥アドレス
は一つのリストとして静的情報リスト１２０上に．ユー
ザデータ部１１０に現れる順序にしたがって配置される
。それゆえ、これらの静的列欠陥は、周期的にリスト１
２０内に現れる。ユーザデータ部１１０をアクセスして
いる期間中、リスト内に掲載されている欠陥を跳び越え
るため、制御装置２０によって静的情報リスト１２０は
参照されている。

他の実施例において、列欠陥は静的情報リスト１２０内
の欠陥の残りのものから分離され、かつ、別の静的列欠
陥リス｝１５０　　（第４図（Ｂ）参照。

内に置かれている。これは、初期設定時に実施される。

リスト１５０は列欠陥の順序付けられた副索引簿であり
、メモリアレイ１００内に存在する静的情報リスト１２
０の一部であるとみなすことができる。第２図に関連し
て記述されているように、列欠陥け１０４，１０６はユ
ーザデータ部１１０内の行を横切って切断したものであ
る。メモリが一行ずつ満たされるならば、同一列位置の
各行で列欠陥が見出される。これらの欠陥はしばしば，
規則的に現れるので、リスト１２０内で重複して周期的
に上記列欠陥を明らかにする代わりに、） 別の静的列欠陥リスト１５０内に上記列欠陥が収集され
ている。ユーザデータ部１１０のアクセス期間中、静的
列欠陥リスト１５０および静的情報リス｝１２０内に掲
載された他の欠陥は、両者とも、掲載された全ての欠陥
を跳び越えるため、制御装置２０によって参照される。

各行のアクセス期間に静的列欠陥リスト１５０が参照さ
れているので、静的列欠陥リスト１５０は部分的、ある
いは好ましくは全面的制御装置内ヘバッファされ、書き
込み動作あるいは読み出し動作を実行する前に、容易に
アクセスするため、格納装置１４０内へ置かれている。

このようにして、メモリデバイス１０内に置かれた静的
情報リストから常に、列欠陥を取り出さなくとも、制御
装置２０内で列欠陥リストを迅速，かつ，効果的にアク
セスすることができる。格納装置１４０内にも存在する
。静的列欠陥リス｝１５０内の現在の位置は、矢印１４
１によって示されている。

静的情報リスト１２０が翻訳され、メモリアレイ１００
に書き込まれるのに伴って、メモリアレイ１００内の欠
陥の存在しつる位置上に静的情報リストＩ２０を置かな
いように注意しなければならない。静的情報リスト１２
０が存在する場所で欠陥を取り扱う一つの方法は、情報
リストの欠陥位置をマークするのに加えて、情報リスト
を符号化するために高度な冗長度を有する符号を使用す
るものである。このようにして、情報リスト内の現在の
位置が欠陥であると指定している符号が、当該欠陥位置
に書き込まれているならば、それがいささか悪い程度の
ものであっても、上記位置は欠陥であるものと認識され
る。かくして、制御装置では、リスト↓２０に対応した
場所で欠陥が検出された位置に静的情報リストを置くこ
とを避け、符号を使って欠陥であるとされている位置も
マークしている。このようにして、リスト１２０に対応
する位置が静的情報を読み出すために引き続きアクセス
されるならば、制御装置は悪い位置を検出し、悪い位置
を跳び越えることができる。情報リスト内の欠陥を取り
扱う他の方法には、冗長リストを使用すること．ならび
に記述されている方式によって取り扱うことができない
高度に欠陥のあるデバイスを棄てることが含まれる。

メモリデバイス１０は初期設定された後で、書き込みの
準備状態になる。例えば、第４図（Ａ）を参照すると、
制御装置は、動的情報リスト１３０内にファイルの開始
アドレスを置き、ファイルの内容を順次、ユーザ／モリ
１１０へ書き込み始める。

書き込み期間中には、欠陥が初期設定時に見出されたか
、あるいは書き込み検証故障期間に見出されたかに依存
して、欠陥は２つの方法で取り扱われる。ユーザデータ
部１．　１　０内のそれぞれの新しい位置に書き込みが
行われる前に、当該新位置が欠陥と合致するか否かを調
べるため、静的情報リスト１２０が調べられる。ＤＣＩ
あるいはＤ１のような欠陥が存在する場合、欠陥位置を
跳び越えてデータは次の良好な位置に書き込まれる。そ
れぞれの書き込みは、検証ステップに引き続いて実行さ
れる。書き込み一検証機能を備えて改良されたＥＥｐｒ
ｏｍデバイス，あるいはフラッシュ形ＥＥｐｒｏｍデバ
イスは，同時継続中の米国特許出願，第３３７，５７９
号においても開示され、その関連部分を参照文献として
あげておく。

ある位置で書き込みが正しく検証され損なった場合には
、当該位置に欠陥があるものと宣言され、データは次の
良好な位置へ書き込まれる。

同時に、将来，参照をすることができるように，“書き
込み一検証一故障”欠陥アドレスは動的情報リスト１３
０内に格納される。再び、動的情報リスト１３０はメモ
リアレイ１００内の欠陥が発生しうる位置上に置いては
ならない。欠陥が発生しうる位置を避ける技術は，以前
に記述されている静的情報リストのものと類似している
。

このようにして、動的情報リスト１３０はユーザメモリ
１１０の書き込み履歴を効果的に記録する。動的情報リ
スト１３０は、ファイルマーカ（アドレスおよび／ある
いはファイルの識別子）のＩＮ序付けられたリストと、
ファイルを書き込む過程で見出され、リストに嵌め込ま
れた欠陥のアドレスとを備えている。書き込み動作は順
次、行われるため、書き込まれたファイルのアドレスお
よび／あるいはファイルの識別子を指定するファイルマ
ーカと、欠陥アドレスとの両者は、自動的に、ユーザデ
ータ部１１０内で発生した順序にしたがって置かれる。

動的情報リスト内に掲載された各アドレスに関連したタ
グ１５２は、アドレスがファイルマーカを参照するもの
であるか、あるいはある形の欠陥を参照するものである
かの識別を行う。実例として挙げたファイルマーカは、
リスト開始，リスト終了，ファイル開始，ファイル終了
．ならびにファイル識別子から成り立っている。

次の初期設定において欠陥リストを再新するのに加えて
，動的情報リスト内の情報は、引き続き行われる読み出
し動作と消去動作とにおいて使用される。

第５図（Ａ）は、欠陥取扱いの組み込まれた書き込み動
作と読み出し動作とを実施するため、制御装置の内部で
の機能ブロックを示す系統の回路ブロック図である。

制御装置２０は制御ユニッ｝２１０と，情報リスト格納
装置２２０と，ポインタ２３０と，比較器２４０と，デ
ータ操作ユニット２５０とから戊り立つ。第１図に示す
ように，システムアドレス／データバス５０とシステム
制御バス６０とを介して、制御装置２０は大規模システ
ムと通信している。また、制御装置は出力データバス２
５１と、出力アドレスバス２５３と，出力制御バス２５
５とを介して、メモリデバイス１０．１２と脱着可能に
接続されている。

第５図（Ｂ）は、制御装置の情報リスト格納ブロック２
２０に備えられた要素を示す図である。

ひとつの要素は、静的情報リスト１２０から再生された
項目を格納するために使用されている静的情報リスト格
納装置２２２である。特に、欠陥処理の期間中，格納装
置２２２は現在の静的欠陥のアドレスと形式とを格納す
るために使用されている。

第２の要素は、以前に挙げた静的列欠陥リスト格納装置
１４０である。最初の書き込み動作，あるいは読み出し
動作の前に、制御装置ヘバッファされている列欠陥の部
分リスト，あるいは好ましくは完全なリストを格納する
ために、静的列欠陥リスト格納装置１４０が使用される
。第３の要素は、動的情報リス｝１３０から再生された
項目を格納するために使用されている動的情報リスト格
納装置２２４である。， 第５図（Ｃ）は、制御装置のポインタブロック２３０に
備えられている要素を示す図である。この要素はデータ
ポインタ２３２と．静的情報リストポインタ２３４と，
静的列欠陥リストポインタ２３６と，動的情報リストポ
インタ２３８とを備えている。ポインタ２３２，２３４
，２３６．２３８は、それぞれユーザデータ部１１０と
，静的情報リスト１２０と，静的列欠陥リスト１４０と
，動的情報リスト１３０とをアクセスするためのアドレ
スを保持するものである。

第５図（Ｄ）は、制御装置のデータ操作ユニットブロッ
ク２５０に備えられた要素を示す図である。データ操作
ユニット２５０は，制御ユニット２１０　（第５図（Ａ
）参照の制御下におかれている。データ操作ユニット２
５０はシステム■／○バッファ２６２と．ステージング
バッファ２６４と，書き込み／読み出しブロックバッフ
ァ２６６とから成り立つ。

書き込み動作期間中，システムアドレス／データバス５
０からのデータはステージングバッファ２６４において
ステージされる前にシステム■／０バッファ２６２のバ
ッファデータによってバッファされる。ユーザデータ１
１０に書き込むための書き込み／読み出しブロックバッ
ファ２６６によってバッファされたデータの各書き込み
ブロックを、ステージングバッファはセットアップする
。

ユーザデータ部１１０内の欠陥のあるセルに相当する書
き込みブロック内の各場所に，ステージングバッファ２
６５は“０”を挿入する。書き込みブロックデータが適
切にセットアップされた後、データバス２５１を介して
ユーザデータ部に書き込まれるように、書き込みブロッ
クデータは送出されている。

読み出し動作期間中，ユーザデータ部１１０から読み出
された読み出しブロックデータは，データバス２５１を
介して書き込み／読み出しブロックバッファ２６６に送
られる。そこで、読み出しブロックデー夕は、ステージ
ングバッフ７２６４ヘバッファされる。基本的に、ステ
ージングバッファ２６４ヘバッファされる。基本的に．
ステージングバッフ７２６４は、書き込み動作期間中の
それの逆動作をする。ユーザデータ部１１０内の欠陥の
あるセルに相当する読み出しブロック内で，それぞれの
場所を無視することにより、ステージングバッファは読
み出しブロックデータを詰め込む。次に、詰め込まれた
読み出しデータは、システムアドレス／データパス５０
を介して送出される前に、システムＩ／Ｏバッファ２６
２によってバッファされる。書き込み動作および読み出
し動作を行うため，制御装置２０とメモリ装置１０との
間でデータと信号とを順序付ける作業は、次のセクショ
ンに記載されている。記述の利便性を考え、メモリセル
が消去されているときには、それが“０”の状態である
ものとし、プログラムされているか，あるいは書き込ま
れているときは“１″の状態であるものとする。多値メ
モリセルの場合には、“１″の状態は最も多くプログラ
ムされている状態であるものとする。

書き込み動作 第５図（Ａ）〜（Ｄ）ならびに第４図（Ａ），（Ｂ）を
参照して．書き込み動作は次のステップにしたがって実
行される。

（１）次の空の位置をユーザデータ部１１０内に置き、
ファイルを書き込む準備を実施せよ。

（１）（ａ）制御ユニット２１０は、ポインタ２３０内
の静的情報リストポインタ２２２へ、強制的に，静的情
報リスト１２０の最初を指示させている。

次に，２式の情報を得るため、静的情報が順次，アクセ
スされる。第１式目は、データバス２５１を介して情報
リスト格納装置２２０内に備えられたバッファ１４０へ
読み出された静的列欠陥リスト１５０である。第２式目
の情報は，ポインタ２３０内の動的情報リストポインタ
２３８内に置かれた動的情報リスト１３０の開始アドレ
ス１５１である。

（１）（ｂ）“リスト終了”マークが現れるまで、順次
，リス｝１３０を走査するため、動的情報リストポイン
タ２３８が使用される。走査期間中に各“ファイル終了
”マークが現れると、データポインタ２３２がファイル
マークのアドレス領域からロードされる。

（１）　（Ｃ）いま、ユーザデータ部１１０内の最後の
ファイルの終了を指示しているデータポインタ２３２は
、必要に応じて、ファイルの開始に適切な次のアドレス
境界に進められる。

（１）（ｄ）動作情報リスト１３０内に予め書き込まれ
ている“リスト終了”の人口は、ステップ（３）（Ｉｉ
に記述されるような．引き続き実行される動作期間中，
これを強制的に無視するため、重畳して書き込まれる。

（１）　（ｅ）動的情報リストポインタ２３８は、リス
ト１３０内の次の順の位置へと進められる。この位置で
、データポインタ２３２の内容に等しく設定されたマー
クのアドレス領域とともに，　“ファイル開始”マーク
はリストへ書き込まれる。次に、下記のステップ（３）
に記述されている過程を使って、ファイル識別子（例え
ば，ファイル番号，あるいはファイル名）とともに“フ
ァイル識別”マークが書き込まれる。次に，第１の書き
込み検証欠陥を格納するため、あるいはファイルの書き
込み期間中に検証エラーが見出されない場合には“ファ
イル終了”マークを格納するため、準備として動的情報
リストポインタが次に進められる。

（１）　（ｆ）次に、静的情報リストポインタ２３４お
よび静的列欠陥リストポインタ２３６のそれぞれは、そ
れぞれのリスト（すなわち，第１のリストはデータポイ
ンタ２３２内のアドレスより大きいか，あるいはこれに
等しいアドレスを備えたものである。）内の現在の欠陥
点において指示をしているように，静的情報リストポイ
ンタ２３４および静的列欠陥リストポインタ２３６が進
められる。

各リストポインタを進め，各項目ごとに各リストを読み
出すことにより，これは達成される。

データバス２５１を介して静的情報リスト１２０の項目
は、データバス２５１を介して静的情報リスト格納装置
２２２内へ読み出される。すでに，静的列欠陥リスト１
５０は格納装置１４０内にある。欠陥アドレスを備えた
両リス｝１２０，１５０からの各項目は，比較器２４０
によってデータポインタ内の現在のアｒレスと比較され
る。現在のアドレスに等しいか、あるいはこれより大き
い欠陥アドレスが現れたならば、リスト１２０．１５０
に対応するそれぞれのポインタ２３４，２３６の進むの
を停止する制御ユニット２１０に比較器２４０から信号
を送出する。

（１）（ｇ）制御器２０はデータの第１のブロックを書
き込む準備状態にあり、ステップ（２）に進む。

（２）データファイル内の各データブロックを書き込む
ために．次の過程が実行される。

（２）（ａ）書き込みブロックを満たすのに十分なデー
タが，システムＩ／Ｏバッファ２６２から制御装置のデ
ータ操作ユニット２５０内のステージングバッファ２６
４へ複写される。書き込みブロックバッファ２６６は、
空の状態へと初期設定される。

（２）（ｂ）一ブロックのデータを一位置へ書き込み前
に，位置のアドレス（データポインタ２３２内で見出さ
れた〉は動的欠陥リストポインタ２３８内のアドレスと
比較される。一致が得られない場合には、空いたメモリ
空間がまだ入手可能であり、動作はステップ（２）　（
Ｃ）へと進む。一致が得られた場合には、メモリは満た
されており、ユーザデータの書き込みは早期に終了し、
“リスト終了”マークは、ステップ（３）に記述されて
いるような方法で、動的欠陥リスト１３０の現在位置で
書き込まれ、動作が終了し，“エラー状態”条件がシス
テムに戻る。

（２）（Ｃ）書き込みブロック位置のアドレス（データ
ポインタ２３２内に置かれる各リストから得られる現在
の欠陥のアドレス部と比較される。いずれからのリスト
から得られる現在の欠陥のアドレスが，書き込みブロッ
クアドレス（予め定められたデータアクセスシーケンス
における）より先に進むと、当該リストの次の人口が取
出され、動作は直接，ステップ（２）（ｂ）に戻る。

（２）（ｄ）いずれかのリストから得られる現在の欠陥
のアドレスが書き込みブロック位置のアドレスに一致す
るとステップ（２）　（ｅ）へ進ことにより欠陥の取扱
いが初期設定される。

さもなければ、ステップ（２）（ｂ）に直接，進むこと
により、データブロックが書き込みブロックの位置に書
き込まれる。

（２）　（ｅ）欠陥が書き込みブロック位置に一致する
ものと見出されている。その欠陥形式が決定され、デー
タが欠陥領域を跳び越えるように，データ操作ユニット
２５０がデータをステージするように制御ユニット２１
０からデータ操作ユニット２５０に信号を送出する。実
施例において、データ操作ユニット２５０．特にステー
ジングバッファ２６４は、欠陥セルに相当するデータ列
内の正しい位置に“０”を挿入する。現在のブロック内
に格納できないデータ部は制御装置内に保持され、次の
ブロックの最初に挿入される。見出される欠陥の形式に
依存して、ステップ（２）　（ｅ）　（１）〜ｌ：２）
　（ｅ）　（３）のひとつを実行することによって、こ
の動作が実行される。

（２）（ｅ）（１）行欠陥あるいは消去ブロックの欠陥
が現在の書き込みブロック位置に一致するものと見出さ
れるならば、データポインタ２３２は欠陥を越えて第１
の書き込みブロックに進められる。列欠陥ポインタは列
欠陥リストの最初へと初期設定され、処理はステップ（
２）（ｂ）で続行する。

（２）（ｅ）（２）欠陥が書き込みブロックの欠陥であ
れば、欠陥のある書き込みブロックは跳び越され、そこ
にデータは書き込まれない。

列欠陥ポインタは列欠陥リストの最初へと再初期設定さ
れ、処理はステップ（２）（ロ）で続行する。

（２）（ｅ）（３）欠陥がビット欠陥であり、列欠陥が
ブロックの内部に存在すれば、欠陥のあるセルの位置の
前に置かれている書き込みブロック内に現れるデータは
、ステージングバッファ２６４から転送され、書き込み
ブロックバッファ２６６内のデータに追加される。

すでに欠陥が検出されている位置に相当する位置で、ダ
ミー　ピットは書き込みブロックバッファ（すなわち，
　“０”ビット）内へ挿入される。

次に何らかの他のビット欠陥あるいは列欠陥がこの書き
込みブロックに影響を与える場合には、処理はステップ
（２）　（ｂ）へ戻る。

（２）　（ｆ）このステップでは、書き込むべき書き込
みブロック内に他の既知の欠陥は存在しない。下記のよ
うな方法で，書き込みブロックバッファ２６６からデー
タブロツクを書き込むための試みがなされる。

（２）（ｆ）（１）ステージングバッファ２６４からの
データピットが転送され、書き込みブロックバッファが
満たされるまで、書き込みブロックバッファ２６６にデ
ータピットが追加される。

システムが制御装置に対する“ファイル終了”条件を指
示していて，それゆえに書き込みブロックバ．ソファを
満たすのに十分なビット数がステージングバッファ２６
４内に得られないならば、書き込みブロックバッファが
満たされるまで，ダミーピット（すなわち，“０”ビッ
ト）が書き込みブロックバッファに追加される。続く措
置は，この立場に立って実施される。“ファイル終了”
状態は，制御装置内に設定される。書き込みブロックを
満たすために使用される第１のダミーピットのビットア
ドレスを指示している“ファイル終了”マーカは、制御
装置内の動的情報リスト格納装置２３８内に格納される
。書き込みブロックバッファ内のすべてのビットがダミ
ーピットであるならば、ブロックが書き込まれず、動作
はステップ（２）（ｇ）（１）に進む。

（２）（ｆ）（２）次に，書き込みブロックバッファ２
６６内のデータは、データポインタ２３２によって指示
されているユーザデータ部１１０内のメモリ位置に書き
込まれる。

（２）（ｌその後，書き込まれたデータを検証すること
ができ、検証の結果に応じて適当なステップが実行され
る。検証か実行されないならば、検証が戊功していると
はいえ、動作が進む。

（２）　（１　（１）書き込み動作が満足に検証され、
それゆえ，ユーザデータ部内の位置へデータブロックが
満足に書き込まれているならば，このステップが実行さ
れる。

“ファイル終了”フラグがセットされるならば、“ファ
イル終了”マークを動的情報リスト１３０へ書き込むた
めに、動作はステップ（３）　（ａ）に進む。

さもなければ、ユーサ゛データ部１１０にちょうど，書
き込まれたビットに相当するデータ操作ユニット２５０
内で，システムＩ／Ｏバッファ２６２内のこれらのビッ
トは，いま，システムＩ／Ｏバッファから除去される。

システムによるシステムＩ／Ｏバッファ２６２の補充は
同期的，あるいは非同期的に，容易，かつ，形式的に実
施される。

データポインタ２３２は、ユーザデータ部ｌ１０内の次
の可能な書き込みブロックを指示するように進められる
。

制御装置は、いま，次のブロック書き込み動作を実行す
る準備状態にあり、ステップ（２）（ａ）に戻る。

（２）（ｇ）（２）書き込み動作が不満足に検証され、
それゆえ、ユーザデータ部１１０へ書き込まれているデ
ータブロックが駄目なものになっているならば、このス
テップが実行される。

もし、セットされれば、“ファイル終了”状態がクリア
される。

データポインタ２３２内のアドレスを書き込みブロック
欠陥タグ１５２と結合するとともに，それらを動的情報
リスト格納装置２２４へ置くことによって、書き込みブ
ロック欠陥マークが発生ずる。

ステップ（３）に記述されている一般的方法を使用して
、書き込みブロック欠陥は動的情報リスト１３０に書き
込まれる。それに続いて、データポインタ２３２が進め
られ、動作はステップ（２）　（ａ）から続行する。

（３）これらのステップは、情報の動的情報リスト１３
０への追加を記述している。欠陥マークあるいはファイ
ルマークが書き込まれている書き込みブロックを，動的
情報リストポインタが指示しているものと仮定している
。さらに、これらのステップでは，書き込まれるべきマ
ークがタグおよびアドレスから集められ，制御装置内の
動的情報リスト格納装置２２４内にあるものと仮定する
。

すべての情報リストの各入口における情報の符号化は高
度に冗長度が与えられているので、人口を読み出す際に
見出される可能性のある多くの符号は、“この人口を無
視する”条件を示している。

例えば、複数ビットのうちの一つは０であり、他のビッ
トは“１”でなければならない（マンチェスタの符号化
）ような入口で、一対のビットとして各情報ビットが符
号化されているという条件下で、人口における情報の全
て，あるいは一部が符号化されているという要求によっ
て上記動作は実施される。情報リストの入口から読み出
された特定数のビット対を超えたビット対が、期待され
た逆の状態であるというよりも、同一状態であるとする
と、人口は“この人口を無視する”条件を満足する。

（３）　（ａ）動的情報リストポインタ２３８は、デー
タポインタ２３２と比較される。動的リストポインタが
データポインタを通過していたとすると（すなわち，デ
ータと動的情報リスト１３０との間に衝突が起こってい
る。）、全ての書き込みは即刻，終了し．　“書き込み
故障メモリ満杯”状態がシステムに対して可能にされる
。

（３）（ｂ）動的情報リストポインタ２３８によって指
示されている書き込みブロック位置が読み出され、すべ
ての“０”　（正しく消去された）条件に対して書き込
みブロック位置が試験される。もし、書き込みブロック
位置が正しく消去されていないならば“この人口を無視
する”人口としてこの位置をマークするため、ステップ
（３）（ｇ）に動作が進む。

さもなければ、当該位置は正しく消去され、動作はステ
ップ（３）（Ｃ）で継続する。

（３）　（Ｃ）マークに対応するＥＣＣ符号が計算され
、マークに追加される。

（３）（ｄ）高度に冗長度を有する符号，例えばマーク
内の各ビット一つの“０”ビットと一つの“１”ビット
との両方によって表されているマンチェスタの符号化ア
ルゴリズムを使用してマークは符号化される。（ＥＣＣ
部はマンチェスタにより符号化されているもの．あるい
は符号化されていないものとすることができる。） （３）　（ｅ）マークは、そのポインタ２３８によって
指示された動的情報リスト１３０内の当該位置に書き込
まれる。

（３）（ｆ）動的情報リストポインタ２３８によって指
示された位置は制御装置へと読み出され、ちょうど，書
き込まれたばかりの値と比較される。不一致が見出され
ないときには、動的情報リスト１３０は満足に再新され
、動作はステップ（３）（ｉ）へ進む。

不一致が見出されたときには、欠陥が動的情報リス｝１
３０内に見られ、動作はステップ（３）　（ｇ）に進む
。

（３）（ｇ）例えば．ビット対のうちのいずれかのビッ
トがすでにプログラムされていれば（“１”の状態），
各ビット対の両ビットを同じ状態へと強制的に設定しよ
うとすることにより，動的情報リストポインタ２３８に
よって指示された位置は、この項目を無視する”条件へ
と強制的に設定され、そこで一つの“１”が存在する条
件下で当該ビット対の両ビットには書き込みが行われ、
すでに“０”になっているビット対は“０”のままであ
る。

（３）　Ｃｈ）動的情報リストポインタ２３８は動的情
報リスト１３０内の次の位置に進められ、動的情報リス
｝１３０内の次の位置に希望するマークを加えるため、
動作はステップ（３）　（ａ）に戻る。

（３Ｈｉ）この点で，希望する入口は満足に動的情報リ
スト１３０に書き込まれる。

いま，動的情報リストポインタ２３８は、動的情報リス
ト１３０に対応して次の書き込みブロックへと進む。

“ファイル終了”マークがちょうど，書き込まれたとこ
ろであるならば、制御装置内で動的情報リスト格納装置
２２４内の“リスト終了”マークへと“ファイル終了″
が変換され、ステップ（３）　（ａ）に進むことによっ
て“リスト終了”マークは書き出される。

“リスト終了”マークがちょうど．書き込まれたところ
であるならば、書き込み動作は終了し，“動作終了”状
態がシステムで可能にされる。エラー状態が前以て書き
込まれるべき“リス｝Ｋ了”マークに起因したものであ
るならば、エラー状態もシステムで可能にされる。

さもなければ，ステップ（１）で始まるステップ群内の
特定ステップ，あるいは特定ステップが含まれたステッ
プ（２）に動作は戻る。

読み出し動作 第５図（Ａ）〜（Ｄ）ならびに第４図（Ａ），（Ｂ）を
参照し，読み出し動作は次のステップで実行される。

（４）ユーザデータ部１１０内のファイル位置の開始を
位置付けることにより．希望するファイルを読み出す準
備をせよ。

（４）（ａ）このステップは、書き込み動作におけるス
テップ（１）（ａ）と同様である。制御ユニット２１０
は，ポインタ２３０内の静的情報リストポインタ２３４
を強制的に静的情報リストの最初に指示させる。

次に，２式の情報を得るために静的情報が順次，アクセ
スされる。第１式目は、情報リスト用格納装置２２０に
備えられている格納装置１４０内にデータバス２５１を
介して、読み出されている静的列欠陥リスト↓５０であ
る。第２式目の情報は、ポインタ２３０内で動的情報リ
ストポインタ２３８に置かれている動的情報リスト１３
０内の開始アドレスである。

（４）　（ｂ）希望するファイルに合致する“ファイル
識別”マークが見出されるまで、動的情報リストポイン
タ２３８は．順次，リスト１３０を走査するために使用
される。走査期間中，各“ファイル渕始”マークが見出
されると，データポインタ２３２は動的情報リストポイ
ンタ２３８と等しい値に設定される。それゆえ，希望す
るファイルに相当する“ファイル開始”マークを備えた
動的情報リスト１３０内の当該位置をデータポインタが
指示する。

（４）（Ｃ）動的情報リストポインタ２３８は，いまデ
ータポインタと等しい値に設定されていて，ファイルの
“ファイル開始”マークを指示している。

“ファイル終了”マーク，　“リスト終了”マーク，あ
るいは無効な入口が見出されるまで，動的情報リストポ
インタ２３８は，いま，動的情報リスト１３０を走査す
るために使用される。

“ファイル終了”マークが見出されると、希望されるフ
ァイルはメモリ内で完或している。ファイルの読み出し
は、ステップ（４）（ｄ）から進む。

“リストの終了”あるいは無効な人口が見出されると、
希望されるフτイルはメモリ内で不完全である。この場
合、動作は終端し、エラー状態はシステムで可能にされ
る。

（４）　（ｄ）動的情報リストポインタ２３８は、いま
，データポインタと等しい値に設定され、いま，ファイ
ルの“ファイル開始”マークを指示している。

（４）　（ｅ）データポインタは，いま，ファイルの“
ファイル開始”マークのアドレス位置からロードされる
。

（４）　（ｆ）データポインタは，いま，ユーザデータ
部１１０内の希望するファイルの最初を指示している。

（４）（Ｏ“欠陥マーク”入口あるいは“ファイル終了
”人口が見出されるまで、動的情報リスト１３０が走査
される。最後に見出された入口は、制御装置内の動的情
報リスト格納装置２２４内に置かれる。

ファイルの動的情報リスト１３０内に掲載された最初の
欠陥を位置付けるため，あるいはファイルの欠陥が動的
情報リス｝１３０内に現れない場合には，ファイルのフ
ァイルマーク終了を位置付けるため，　“ファイル開始
”マーク，　“ファイル識別”マーク，ならびに“項目
無視”マーク上を，この動作は単に飛び越えるものであ
る。

（４）（ロ）制御装置は、いま、第１のデータブロック
を読み出すため準備され、ステップ５に進む。

（５）次の過程は，ファイル内の各データブロツクを読
み出すために実行される。

（５）　（ａ）読み出しブロックは．ユーザデータ部ｌ
１０から読み出しブロックバッファ２６６へ読み出され
る。

（５）（ｂ）読み出しブロック位置のアドレス（データ
ポインタ２３２内で見出された）は、各リスト　（現在
の欠陥は格納領域２２０内に置かれていろ。

）からの現在の欠陥のアドレス部と比較される。

いずれかのリストからの現在の欠陥のアドレスが読み出
しブロックアドレス（予め定められたデータアクセスシ
ーケンスにおける）より先に進むと，当該リストの次の
入口が取り出され，動作は直接，このステップ（５）　
（６）の最初に戻る。

（５）（Ｃ）いずれかのリストからの現在の欠陥，ある
いは“ファイル終了”マークのアドレスが読み出しブロ
ック位置のアドレスと一致すると，ステップて（５）　
（ｃｌ）に進むことにより欠陥の取扱いは初期設定され
る。さもなければ，ステップ（５）（ｆ）に進むことに
より，読み出しブロックバッファ２６６の内容はステー
ジングバッファ２６４に転送される。

（５）（６）欠陥あるいはファイルマークは、ブロック
位置に一致するものとして見出されている。その欠陥形
式が決定され、データが欠陥領域を飛び越えるようにデ
ータ操作ユニット２５０がデータをステージするため制
御ユニット２１０からデータ操作ユニット２５０に信号
を送出する。

実施例において、データが読み出しバッファ２６６から
ステージングバッファ２６４に転送されるに伴って、欠
陥セルに相当するデータ列内の正しい位置で，データ操
作ユニット２５０はデータを除去する。見出される欠陥
の形式に依存して．ステップ（５）　（ｅ）　（１）〜
（５）　（ｅ）　（４）の一つを実行することにより，
この動作が実行される。これらのステップは，優先度の
高い順に掲載してある。

（５）（ｅ）（１）次の“欠陥”が“ファイル終了”マ
ークであるならば、マークによって指示されたビットア
ドレス以上の点で、読み出しブロックバッファ２６６内
のデータは現在のファイルの一部ではない。“ファイル
終了”の位置の前で読み出しブロックバッファ内に現れ
るデータが，読み出しブロックハッファ２６６からステ
ージングバッファ２６４へ転送される。この動作期間中
にステージングバッファが満たされると、その内容は空
にされ、システムＩ／Ｏバッファ２６２へ追加される。

前の転送の後にデータがステージングバッファ内に残っ
ているならば、このデータはステージングバッファから
転送され、システムＩ／Ｏバッファに追加される。

読み出し動作が終了し、動作完了状態がシステムで可能
とされる。

（５）（ｅ）　（２）次の欠陥が行欠陥，あるいは現在
の読み出しブロック位置と一致することが見出されてい
る消去ブロック欠陥であるならば、欠陥を超えて最初の
読み出しブロックへデータポインタ２３２が進む。静的
列欠陥ポインタ２３６は静的列欠陥リスト１５０の最初
へと再初期設定され、ステップ（５）（ａ）の条件下で
処理は続行する。

（５）（ｅ）（３）次の欠陥が書き込みブロック欠陥で
あるとすれば、ポインタ２３２は次の読み出しブロック
（欠陥を超えた）へと進む。静的列欠陥ポインタ２３６
は静的列欠陥リスト１５０の最初へ再初期設定され、ス
テップ（５）（ａ）の条件下処理が続行する。

（５）（ｅ）（４）次の欠陥がビット欠陥，あるいは列
欠陥であるならば、欠陥はブロックの内部に存在する。

欠陥のあるセルの位置の前に読み出しブロックバッファ
２６６内へは現れるデータは、読み出しブロックバッフ
ァから転送され、ステージングバッファ２６４内のデー
タに追加される。

この動作期間中にステージングバッファが満たされると
，その内容が空にされ、システム■／○バッファ２６２
へ追加される。

次に最初の欠陥が検出された場所に相当する位置のビッ
トは、読み出しブロックバッファ２６６から除去される
。

次に，他のビット欠陥あるいは列欠陥がこの書き込みブ
ロックに影響する場合には、処理はステップ（５）（ｂ
）に戻る。

（５）（ｆ）処理されていない欠陥，あるいは現在の読
み出しブロックに関連した“ファイル終了”マークが存
在していないならば、ここから読み出し動作が続行する
。

読み出しブロックバッファ２６６内に残されているデー
タが転送され、ステージングバッファ２６４に追加され
る。この動作期間中にステージングバッファが満たされ
ると，その内容は空にされ、システムＩ／Ｏバッファ２
６２へ追加サれる。

全てのデータがステージングハッファに転送された後、
データポインタ２３２が増分され、ステップ（５）（ａ
）に進めることにより次の位置で読み出しは続行する。

記述されている本発明の種々の様相の実施例は好ましい
実施例であるとはいえ、その変形が可能であるものと当
業者は理解されよう。それゆえ、本発明は特許請求の範
囲に記述されている範囲内で保護されるものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、制御装置の制御下でメモリデバイスのシステ
ムを示す図である。 第２図は、ＥＥｐｒｏｍメモリアドレス内に存在する可
能性のある種々の欠陥形式を示す系統図である。 第３図（Ａ）は、本発明の一実施例によるメモリ構或を
示す図である。 第３図（Ｂ）は、本発明の他の実施例による代替のメモ
リ構威を示す図である。 第４図（Ａ）はユーザメモリ，静的情報リスト，ならび
に動的情報リストの間の連鎖を示す図である。 第４図（Ｂ）は制御装置内のバッファ内に置かれた静的
欠陥リストを示す系統図である。 第５図（Ａ）は、メモリアレイの書き込み動作、ならび
に読み出し動作を実施するために実装された制御装置の
内部に存在する機能ブロック示す回路ブロック系統図で
ある。 第５図（Ｂ）は、制御装置の情報リスト格納ブロックの
内部に備えられた要素を示す図である。 第５図（Ｃ）は、制御装置のポインタブロックの内部に
備えられた要素を示す図である。 第５図（Ｄ）は、制御装置のデバイス操作ユニットブロ
ックの内部に備えられた要素を示す図である。 ｌＯ、１２・・・メモリデバイス ２０・・・制御装置 ３０・・・アドレス／データパス ４０・・・制御バス ５０・・・システムアドレス／データパス６０・・・シ
ステム制御バス １．　０　０・・・メモリアレイ　（メモリセル）１０
２・・・単一セル １０４．１０６・・・列欠陥 １０９・・・消去ブロック １１０・・・ユーザメモリ　（ユーザデータ部）１１２
・・・塊 １２０・・・静的情報リスト １３０・・・動的情報リスト １４０・・・静的列欠陥リスト格納装置１４２，１５２
・・・タグ １５０・・・静的列欠陥リスト １５１・・・開始アドレス ２１０・・・制御ユニット ２２０・・・情報リスト格納装置 ２２２・・・静的情報リスト格納装置 ２２４・・・動的情報リスト格納装置 ２３０・・・ポインタ ２３２・・・データポインタ ２３４・・・静的情報リストポインタ ２３６・・・静的列欠陥リストポインタ２３８・・・動
的情報リストポインタ ２４０・・・比較器 ２５０・・・データ操作ユニット ２５１・・・出力データパス ２５３・・・出力アドレスバス ２５５・・・出力制御バス ２６２・・・システムＩ／Ｏバッファ ２６４，２６５・・・ステージングバッファ２６６・・
・書き込み／読み出しブロックバッファＤＣＩ，ＤＣ２
・・・列欠陥 ＤＩ．Ｄ２・・・欠陥

Claims (13)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数のメモリセルにより形成されたメモリアレイ
   と、 予め定められた順序にしたがってアクセスすることがで
   き、かつ、データファイル格納するために使用可能なメ
   モリアレイのデータ部と、 データ部の予め定められた順序にしたがってデータ部の
   予め検出された欠陥を掲載する索引簿を備え、メモリア
   レイ内に形成した第１の情報リストと、 メモリアレイのアクセス動作を制御するためにメモリア
   レイに接続され、かつ、予め検出された欠陥によって占
   められた位置を跳び越えるため第１の情報リストに対し
   て順次、応答可能であるが、データ部の予め定められた
   順序にしたがってデータ部内の位置をアクセスするため
   の制御装置とから成り、シーケンシアルデータを格納す
   るための固体メモリシステム。
2. （２）予め検出された欠陥の順序付けられた索引簿は列
   欠陥、行欠陥、消去ブロック欠陥、書き込みブロック欠
   陥、ならびにビット欠陥を含む複数の欠陥形式を含むも
   のであり、かつ、 制御装置は欠陥形式に適切な複数の欠陥セルを飛び越え
   るために掲載された各欠陥の欠陥形式にも応答可能であ
   る 請求項１記載のシーケンシアルデータを格納するための
   固体メモリシステム。
3. （３）前記第１の情報リストは データブロックの予め定められた順序にしたがって列欠
   陥を掲載するものであって、かつ、列欠陥形式の予め検
   出された欠陥が順序付けられた副索引簿を備え、かつ、 制御装置は予め検出された欠陥によって占められた位置
   を飛び越えたときに列欠陥の順序付けられた副索引簿に
   順次、応答可能でもある 請求項２記載のシーケンシアルデータを格納するための
   固体メモリシステム。
4. （４）前記第１の情報リストは データ部の予め定められた順序にしたがって列欠陥を掲
   載するものであって、かつ、列欠陥形式の予め検出され
   た欠陥が順序付けられた副索引簿と、 副索引簿の一つ以上の項目を格納するため制御装置内に
   置かれたバッファと を備え、かつ、 制御装置は前もって検出された欠陥によって占められた
   位置を飛び越えたときに列欠陥の順序付けられた副索引
   簿に順次、応答可能である 請求項２記載のシーケンシアルデータを格納するための
   固体メモリ。
5. （５）データ部の予め定められた順序にしたがって、デ
   ータ部内に格納されたファイルとファイルの書き込み期
   間中に検出された欠陥とを掲載するための、ファイルと
   欠陥との順序付けられた索引簿を備え、かつ、制御装置
   によって保持されたメモリアレイ内に置かれた第２の情
   報リストを具備し、かつ、 制御装置はファイルを書き込む期間に検出された欠陥に
   よって占められた位置を飛び越えるための第２の情報リ
   ストに順次、応答可能であるとともに、予め検出された
   欠陥によって占められた位置を跳び越えるための第１の
   情報リストに対して順次、応答可能であるが、データ部
   の予め定められた順序にしたがってデータ部内の位置を
   アクセスする請求項１記載のシーケンシアルデータを格
   納するための固体メモリシステム。
6. （６）複数のメモリセルは第１および第２の終端を有し
   、予め定められた順序で複数のアドレスが割りつけられ
   、かつ、 第１の情報リストは第１の終端からメモリセルを占有し
   て、そこから延長するものであり、かつ、データ部は事
   実上、第１の情報リストに近接して、そこから延長可能
   なものであり、かつ、第２の情報リストは第２の終端か
   らメモリセルを占有して、そこから延長可能なものであ
   る 請求項５記載のシーケンシアルデータを格納するための
   固体メモリシステム。
7. （７）複数のメモリセルは第１および第２の終端を有し
   、予め定められた順序で複数のアドレスが割りつけられ
   、 データ部は第１の終端を占有し、そこから延長可能なも
   のであり、 第１の情報リストは第２の終端を占有し、そこから延長
   するものであり、 第２の情報リストは事実上、第１の情報リストに近接し
   、そこから延長可能である 請求項５記載のシーケンシアルデータを格納するための
   固体メモリシステム。
8. （８）請求項５記載であって 前記請求項装置は 制御手段と、 データ部、第１の情報リスト、列欠陥の副索引簿、なら
   びに第２の情報リスト上で現在、制御手段により制御さ
   れたポインタ手段と、 メモリアレイ内の現在の欠陥のアドレスを保持するため
   、制御手段によって制御された格納手段と、 データ部内の現在のアドレスが現在の欠陥の一つと一致
   するか否かを決定するための比較手段と、データ部のデ
   ータアクセスが欠陥を跳び越えるようにデータをステー
   ジングするため、前記制御手段によって制御されたデー
   タ操作手段とを備え、前記制御手段は比較手段に応答可
   能である シーケンシアルデータを格納するための固体メモリシス
   テム。
9. （９）請求項１〜９記載の固体メモリシステムであって
   、前記メモリアレイはＥＥｐｒｏｍあるいはフラッシュ
   形ＥＥｐｒｏｍであるシーケンシアルデータを格納する
   ための固体メモリシステム。
10. （１０）請求項１〜９記載の固体メモリシステムであっ
    て、前記メモリアレイは制御装置に対して脱着可能に接
    続されたシーケンシアルデータを格納するための固体メ
    モリシステム。
11. （１１）予め定められた順序にしたがって各メモリセル
    ヘアドレスを割り付けるステップと、 メモリをアクセスする前にメモリアレイの欠陥第１の集
    合を検出するとともに、第１の集合内で各欠陥のアドレ
    スおよび形式を決定するステップと、 それぞれアドレスおよび形式によってラベルの付けられ
    た複数の欠陥より成る第１の集合をメモリアレイ内に格
    納するステップと、 欠陥形式に敵した複数のメモリセルを跳び越えるように
    順序付けられた第１の情報リストを参照することによっ
    て、メモリアレイをアクセスする期間中に欠陥を跳び越
    えるステップと を備え、固体メモリアレイ内でメモリセルの欠陥を取り
    扱う方法。
12. （１２）メモリアレイをアクセスするステップは一ブロ
    ックごとに順次、メモリアレイへデータを書き込むステ
    ップ、書き込みブロックにデータの書き込まれた後であ
    って次のブロックの書き込み前に各書き込みブロック内
    のデータを検証するステップ、ならびにメモリアレイへ
    の書き込み期間中に欠陥を跳び越えるステップから成り
    立ち、かつ、区分アドレスを備えるとともに、メモリア
    レイに書き込まれたファイルの識別をするファイルマー
    カの第２の順序付けられたリストをメモリアレイ内に格
    納するステップと、 書き込みブロック内のデータを検証する際に故障による
    各書き込みブロック内の欠陥を検出するとともに、故障
    した書き込みブロックを跳び越えるステップと、 予め定められた順序にしたがってファイルマーカおよび
    故障した書き込みブロックが順序付けられるように、第
    ２の順序付けられたリスト内に故障した書き込みブロッ
    クのアドレスを格納するステップと から成る請求項１１記載の固体メモリアレイ内でメモリ
    セルの欠陥を取り扱う方法。
13. （１３）メモリアレイをアクセスするステップは、一ブ
    ロックごとに順次、メモリアレイからデータを読み出す
    ステップ、およびメモリアレイからの読み出し期間中に
    欠陥を跳び越えるステップから成り立ち、かつ、 欠陥形式に適した複数のメモリを跳び越えられるように
    、予め検出された欠陥の第１の順序付けられたリスト、
    ならびに故障した書き込みブロックの第２の順序付けら
    れたリストの両方を参照することにより欠陥を跳び越え
    るステップ を備えた請求項１３記載の固体メモリアレイ内でメモリ
    セルの欠陥を取り扱う方法。