JPH06202821A - 固体メモリディスク並びにそれを制御する方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ポータブルコンピュータで使用するに適した
固体メモリディスク及びそれを制御する方法を提供す
る。 【構成】 固体ディスクは、データのセクタを記憶する
ＦＬＡＳＨメモリデバイスのアレイを含む。ＦＬＡＳＨ
アレイ中の各々のメモリのブロックは多数のデータのセ
クタを記憶するデータスペースと、ブロックセクタ変換
テーブルとを含む。ブロックセクタ変換テーブルは、ブ
ロックのデータスペースに記憶されている各々のデータ
のセクタをセクタ番号によって識別する。固体ディスク
は制御装置をさらに含む。制御装置はアレイへのセクタ
データの書込みと、アレイからのデータのセクタの読取
りとを管理する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はコンピュータ記憶システ
ムの分野に関する。特に、本発明は固体メモリディスク
に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来の多くのパーソナルコンピュータは
数多くの種類のメモリ記憶デバイスを含んでいる。ハー
ド磁気ディスクドライブは通常は大量記憶のために使用
され、他の目的のためには様々に異なる種類の半導体メ
モリが使用される。

【０００３】ハード磁気ディスクドライブの不揮発性は
それらが使用する主な理由の１つである。ハードドライ
ブはデータを失うことなくターンオン、オフ可能であ
る。ハードドライブは複数の同心のトラックにデータを
記憶する。各々のトラックはいくつかのセクタを含み、
各セクタの長さは通常は５１２バイトである。磁気ディ
スクドライブへの読取りと書込みは一度に１ビットずる
起こる。磁気ディスクドライブに記憶される典型的なユ
ーザーファイルは、ディスクドライブの表面に無作為に
位置する多数のセクタを占めている。ファイル割当てテ
ーブル（ＦＡＴ）にファイルに関わるポインタの連鎖を
記憶することにより、ファイルの各セクタを位置指定で
きる。各々のポインタはファイルの次のセクタを指示す
る。

【０００４】ハードドライブにはいくつかの欠点があ
る。ハードドライブの大きさ、特にその高さは、ポータ
ブルコンピュータやラップトップコンピュータに使用す
るのにハードドライブを興味少ないものとしてしまうこ
とが多い。ハードディスクドライブの高さは、多くの場
合、コンピュータの可搬性を高めるためにコンピュータ
のサイズを縮小しようとする試みの中でそれを制限する
要因の１つであった。また、ハードドライブは相対的に
大量の電力を消費するので、バッテリー給電式のコンピ
ュータには一層不適切である。ハードドライブは、戸外
で使用されるコンピュータで使用するには理想的である
とはいいがたい。磁気ディスクドライブは振動や衝撃の
影響をきわめて受けやすい。加えて、磁気ドライブは広
い戸外の多くと関連して生じる塵や湿気を十分には許容
しない。

【０００５】固体メモリとも呼ばれる半導体メモリに
は、磁気ディスクドライブの欠点の多くが見られない。
半導体メモリは小型で頑丈であり、消費する電力は磁気
ドライブと比べて著しく少ない。不揮発性半導体メモリ
の１つの型がＦＬＡＳＨ電気的消去可能プログラム可能
読取り専用メモリ（ＦＬＡＳＨメモリ）である。ＦＬＡ
ＳＨメモリはユーザー側でプログラム可能であり、一度
プログラムされたならば、消去されるまでそのデータを
保持する。ＦＬＡＳＨメモリは、一度に１ブロック分の
メモリを消去することにより消去される。１つのブロッ
クは６４Ｋバイト、すなわち、６５５３５バイトという
相対的に大量のデータである。

【０００６】フローティングゲートの正味電荷が中立で
あるとき、ＦＬＡＳＨメモリセルは消去される。消去さ
れたＦＬＡＳＨビットを「１」という。逆に、フローテ
ィングゲートの正味電荷が負であるときには、ＦＬＡＳ
Ｈメモリセルはプログラムされる。プログラムされたＦ
ＬＡＳＨビットを「０」という。１つの例外はあるが、
あらかじめ消去せずにＦＬＡＳＨメモリセルを再プログ
ラムすることは不可能である。どのＦＬＡＳＨビットも
いつでも０にプログラムできる。

【０００７】従来のＦＬＡＳＨメモリの中には、プログ
ラミングと消去を書込み状態機械又は指令レジスタによ
り内部制御するものがある。プログラミングと消去の内
部制御は、ＦＬＡＳＨメモリをプログラムし、消去する
ために要求される知識と時間を少なくする。ところが、
内部制御にもかかわらず、ＦＬＡＳＨ消去時間は相対的
に遅いままである。消去サイクル時間は１から２秒程度
である。１つのデータのセクタの書込み又は再書込みの
たびに、それに先立って消去が起こらなければならない
場合、ＦＬＡＳＨメモリを使用して磁気ディスクドライ
ブの書込み時間に近づけることは不可能である。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的の１つ
は、ラップトップコンピュータやポータブルコンピュー
タで使用するのに適する固体メモリディスクを提供する
ことである。本発明の別の目的は、頑丈であり且つ衝撃
及び振動の影響を相対的に受けにくい固体メモリディス
クを提供することである。本発明の別の目的は、電力消
費を最小限に抑える固体メモリディスクを提供すること
である。本発明の別の目的は、戸外の塵と、湿度を許容
する固体メモリディスクを提供することである。本発明
の別の目的は、軽量である固体メモリディスクを提供す
ることである。本発明のさらに別の目的は、ハードディ
スクドライブの少なくとも２倍の速度を動作する固体メ
モリディスクを提供することである。

【０００９】

【課題を解決するための手段】セクタごとにデータを記
憶する固体メモリディスクを説明する。固体ディスク
は、複数のデータのセクタを記憶するＦＬＡＳＨメモリ
半導体デバイスのアレイを含む。ＦＬＡＳＨアレイ中の
各々のメモリのブロックは、数多くのデータのセクタを
記憶するデータスペースと、ブロックセクタ変換テーブ
ルとを含む。ブロックセクタ変換テーブルは、そのブロ
ックのデータスペースに記憶されている各々のデータの
セクタを見出しにより識別する。見出しはセクタデータ
と関連するセクタ番号と等しい論理セクタ番号を含む。
固体ディスクは、アレイを制御する制御装置をさらに含
む。制御装置の責務は数多くあるのであるが、その中で
も、制御装置はアレイへのセクタデータの書込みと、ア
レイからのデータのセクタの読取りとを管理する。制御
装置が与えられたセクタ番号と関連するデータのセクタ
を書込むための指令を受信するたびに、制御装置はその
セクタの以前のバージョンをシークする。与えられたセ
クタ番号と等しい論理セクタ番号を含む見出しを有する
以前のバージョンが位置指定されれば、それをダーティ
とマークする。その後、書込むべきデータのセクタに対
して異なる記憶場所にあるメモリスペースを割当てる。
最後に、割当てられたメモリスペースにそのデータのセ
クタを書込む。その結果、１つのセクタ番号と関連する
セクタデータは１つの固定記憶場所にとどまるのではな
く、ＦＬＡＳＨアレイを巡って「浮動」することにな
る。制御装置は、セクタ番号を物理アドレスに変換する
ためにセクタ見出し変換テーブルをシークすることによ
り、データのセクタを読取る。

【００１０】本発明のその他の目的、特徴及び利点は、
添付の図面と以下の詳細な説明とから明白になるであろ
う。

【００１１】

【実施例】

I． 固体ディスクの概要 図１は、パーソナルコンピュータ５０をブロック線図の
形で示す。パーソナルコンピュータ５０は中央処理装置
（ＣＰＵ）５２と、コンピュータのユーザーに対して情
報を視覚表示するモニタ５４とを含む。ユーザーはキー
ボード５６によってＣＰＵ５２にデータを入力すること
ができる。モニタ５４に表示されたポインタを移動させ
るときには、ユーザーはマウス５８を動かす。パーソナ
ルコンピュータ５０は大容量記憶のためにハード磁気デ
ィスクではなく、本発明の固体メモリディスク６０を使
用する。固体ディスク６０は、不揮発性半導体メモリア
レイ６２を制御するための固体ディスク制御装置を含
む。不揮発性半導体メモリアレイ６２をＦＬＡＳＨアレ
イ６２ともいう。

【００１２】固体ディスク６０はパーソナルコンピュー
タ５０にいくつかの利点を与える。媒体は半導体チップ
であるので、大容量メモリの高さはパーソナルコンピュ
ータ５０のサイズを縮小する上でそれを制限する要因に
はならなくなっている。さらに、フラッシュメモリアレ
イ６２を形成する半導体チップは振動や衝撃の影響を相
対的に受けにくく且つ電力消費も少ないので、バッテリ
と組合わせて使用するのに適している。従って、固体デ
ィスク６０はラップトップコンピュータ及びポータブル
コンピュータで使用するのに十分に適合する。

【００１３】簡単に説明すると、本発明の固体ディスク
は不揮発性半導体アレイ６２の中でセクタデータを「浮
動」させることによりセクタデータを記憶する。制御装
置は、１つのデータのセクタを書込むための指令を受信
するたびに、そのセクタの以前のバージョンをシークす
る。以前のバージョンを位置指定したならば、それをダ
ーティとマークする。その後、書込むべきデータのセク
タに対して、異なる記憶場所にあるメモリスペースを割
当てる。最後に、割当てられたメモリにセクタデータを
書込む。この方法の結果、１つの論理セクタ番号と関連
するデータは固体ディスク６０中の１つの固定物理記憶
場所に対応しない。

【００１４】 Ａ．ＦＬＡＳＨアレイとブロックファイル構造 固体ディスク制御装置６４の制御の対象であるＦＬＡＳ
Ｈアレイ６２を理解することは、固体ディスク制御装置
６４をさらに良く理解するうえで助けとなる。ＦＬＡＳ
Ｈアレイ６２のプログラム特性と消去特性は固体ディス
ク制御装置６４に大きな影響を及ぼす。ＦＬＡＳＨアレ
イ６２内部のＦＬＡＳＨデバイスは一度に１ブロックず
つ消去されなければならないが、一度に１バイトずつプ
ログラム可能である。一旦０にプログラムされたなら
ば、まず初めに１ブロック全体を消去しないとＦＬＡＳ
Ｈメモリの１ビットを１にプログラムできない。メモリ
の消去済バイトは書込み可能な状態となっているので、
それらのバイトを「空き」という。

【００１５】ＦＬＡＳＨメモリの消去は低速のプロセス
である。データの１つのセクタを書込むたびに１回の消
去を実行するのは実用的ではない。５１２バイトである
１つのセクタを書込むだけのために１２８Ｋバイトの一
対のブロックの全体を消去しなければならないので、書
込みは遅くなり、また、電力消費の効率は悪くなってし
まうであろう。迅速なセクタ書込みを可能にするため
に、１つのセクタを書込むたびに、固体ディスク制御装
置６４はデータの各セクタを新たな空き記憶場所に書込
む。この書込み方法の結果は、１つのセクタ番号と関連
してセクタデータのいくつかのバージョンが現れるとい
うことになる。セクタデータの細心のバージョンを「グ
ッドセクタ」、「有効セクタ」又は「ユーザーセクタ」
という。これに対し、セクタのそれ以前のバージョンは
無効であり、「ダーティ」とマークされる。

【００１６】ＦＬＡＳＨメモリは相対的に高価であるた
め、ＦＬＡＳＨアレイ６２内部のＦＬＡＳＨメモリの実
際の量はユーザーに対して利用可能であるとして挙げら
れた量を大きく越えることができない。言いかえれば、
ＦＬＡＳＨアレイ６２内部の予約メモリの量が不足して
いる場合、書込みに際してのメモリの可用性を確保する
ために、ダーティなセクタを空きメモリに変換しなけれ
ばならない。

【００１７】図２は、ＦＬＡＳＨアレイ６２と、固体デ
ィスク制御装置６４とをブロック線図の形で示す。一実
施例では、ＦＬＡＳＨアレイ６２は３０個の１メガバイ
ト×８ＦＬＡＳＨメモリチップを使用する。それらのＦ
ＬＡＳＨメモリは、消去とプログラミングを自動的に制
御する書込み状態機械を含む。データ圧縮を使用した場
合、それらの３０個のＦＬＡＳＨメモリデバイスは４０
メガバイトのメモリディスクとして機能する。各ＦＬＡ
ＳＨチップは一度に８ビットずつデータを入出力する。
語ごとの入出力を可能にするために、ＦＬＡＳＨアレイ
６２は複数対のＦＬＡＳＨデバイスとして編成されてい
るのであるが、そのうち一対のチップ６６のみが示され
ている。一対のチップ６６の上位チップ６８は１つの語
の上位バイトを記憶し、下位チップ７０は１つの語の下
位バイトを記憶する。このように、固体ディスク制御装
置６４は各対のチップを単一の１６ビット幅メモリデバ
イスとして扱うことができる。語ごとの入出力によっ
て、固体ディスクドライブ６０は直列ビットストリーム
の入出力を使用する磁気ドライブと比較して高速という
利点を得ている。

【００１８】各チップ対は、それぞれが１２８Ｋバイト
のメモリを含む１６個のブロックとして編成されてい
る。メモリの各ブロックは多数のデータのセクタを記憶
できるので、各ブロックはデータの各セクタを識別し且
つ位置指定するためのブロックセクタ変換テーブル（Ｂ
ＳＴＴ）８４を含む。

【００１９】図３は、ブロック８０と、そのブロック及
び他の全てのブロックが使用するファイル構造とを示
す。ブロック８０は１語幅の構造として表わされている
が、実際には２つのＦＬＡＳＨチップに記憶されてい
る。各語の上位バイトは上位チップ６８に記憶され、ま
た、各語の下位バイトは下位チップ７０に記憶されてい
る。ブロック８０のデータ構造はブロックセクタ変換テ
ーブル８４と、データスペース８６とを含む。ブロック
セクタ変化テーブル８４は複数の見出しを記憶してい
る。見出しは１つの論理セクタ番号に関する情報と、そ
の関連データとから成るブロックである。ここでいう論
理セクタ番号（ＬＳＮ）はＢＳＴＴの中に記憶されてい
るセクタ番号を指す。セクタ番号はＣＰＵ５２から受信
したセクタ識別子であり、ＣＰＵはそのセクタ識別子が
１つの固定物理記憶場所に対応するものと考える。とこ
ろが、固体ディスク６０が使用する書込み方式のため
に、ＬＳＮは１つの固定物理記憶場所に対応しない。同
様に、固体ディスクで使用する書込み方式のために、い
くつかの見出しとＬＳＮが単一のセクタ番号に対応する
こともあるだろう。一実施例では、各々の論理セクタ番
号は２４ビットの長さである。

【００２０】ディスクをフォーマットする間、セクタ番
号とごに１つの見出しを作成する。これにより、読取り
指令及び書込み指令の実行中にデータのセクタの損失を
検出できる。特定の１つのセクタ番号と関連する見出し
を見せないとき、それに関連するデータのセクタが失わ
れてしまたことがわかる。ここでいう「損失」は、ＦＬ
ＡＳＨアレイ６２の欠陥のために消滅するデータのセク
タ、又は汚れてしまったために信頼性を失ったデータの
セクタを表わす。

【００２１】各々の見出し８５は周期冗長検査（ＣＲ
Ｃ）を含み、それにより、固体ディスク６０は見出し８
５の信頼性を判定できる。見出し８５は、その見出しと
関連するセクタデータに関する大量の情報を含む属性語
を含んでいる。属性語の中の１つのビットは、セクタ番
号が不良トラックの一部としてマークされているか否か
を指示する。別のビットは、セクタデータが圧縮されて
いるか否かを指示する。属性語は信頼性に関わる２つの
ダーティビットを含む。その双方のダーティビットがセ
ットされていれば、見出しと関連するセクタデータは有
効であると考え、いずれかのダーティビットがリセット
されていれば、ダーティであると考える。属性語はデー
タ付加ビットをさらに含む。見出しにセクタデータが付
加されていない場合、データ付加ビットはリセットされ
る。これは、フォーマットした後のあらゆる見出しに当
てはまる。セクタ番号に関してデータが書込まれたなら
ば、データ付加ビットはセットされる。属性語に含まれ
ている最後の情報は改訂番号である。この改訂番号によ
って、固体ディスク制御装置６４は、同一のＬＳＮをも
つ複数の有効見出しが存在しているときに有効見出しを
識別できるのである。

【００２２】見出し８５に記憶されている最後の情報は
ブロックセクタオフセット（ＢＳＯ）である。ＢＳＯは
見出しと関連するＦＬＡＳＨメモリスペースの始めに対
するブロックの最上部からのオフセットである。メモリ
スペースにデータが記憶されていても、いなくても、そ
のメモリスペースは１つの見出しに割当てられる。デー
タが見出しに付加されていなければ、割当てられるメモ
リの量はデータスペース８６のサイズをＢＳＴＴ８４に
おける見出しの最大数で除算したものである。

【００２３】メモリスペースは、セクタデータが付加さ
れていない見出しに割り当てられなければならない。こ
れは、フォーマットする間にＢＳＴＴ８４の全てがデー
タ付加のない見出しで充填されているためである。それ
らのＢＳＴＴ８４と関連するデータスペース８６の全体
が空いているとしても、データスペース８６に書込むこ
とは不可能である。これは、単に、それらのブロックの
ＢＳＴＴに余地がないためである。割当てのために空き
メモリを利用できないキャッチ２２状況を回避するため
に、それらのＢＳＴＴ８４と関連するデータスペース８
６の全てはユーザーデータとして分類される。言いかえ
れば、セクタはダーティビットにより指示されるように
ダーティでもなく、空きでもないということになる。デ
ータが付加されていない見出しにメモリデータスペース
８６を割当て且つそのメモリの量を適切なブロック、適
切なチップ及びアレイにある空きメモリの量から減じる
ことにより、データスペース８６の一部がユーザーデー
タとして指定される。フォーマットした後にデータのセ
クタを書込んでゆく間に、データが付加されていない見
出しはその割当てられたデータスペースと共にダーティ
とマークされる。最終的に、フォーマットした間に充填
されたブロックはクリーンアップされて、そのデータス
ペースは空きメモリとして利用可能になる。

【００２４】データ圧縮を使用しない場合、データを付
加せずに見出しを書込みできることは重大である。デー
タ圧縮を使用しないときには、クリーンアップのために
利用可能である予約はほとんどなく、起こりうるデータ
のセクタごとに全て固体ディスク６０に書込むことにな
る。この状況ではクリーンアップ効率はひどく損なわれ
てしまい、データの断片化が生じるおそれがある。この
データ断片化は今度は数多くのフォアグラウンドクリー
ンアップをもたらし、固体ディスク全体の性能を劣化さ
せる。

【００２５】データスペース８６で１つのセクタに関わ
るデータが別のセクタに関わるデータとぶつかり合うと
き、各々のＢＳＯは１つのセクタに関わるデータの最上
位部分と、別のセクタに関わるデータの最下位部分とを
指示する。たとえば、セクタ１のブロックオフセットで
あるＢＳＯ₁ はＬＳＮ₁ と関連するデータの始まりを指
示する。ＢＳＯ₁ はＬＳＮ₂ と関連するデータの最下位
部分をも指示する。ブロックセクタ変化テーブル８４を
見る別の方法は、各々のＬＳＮが２つのブロックセクタ
オフセットの間にはさまれており、その一方のブロック
セクタオフセットはセクタデータの最上位部分を指示
し、他方はセクタデータの最下位部分を指示するという
ものである。ブロックの最下位部分に記憶されているセ
クタＬＳＮ₁ と関連するデータの最下位部分は、ブロッ
クの最下位部分の場所がわかっているために、ＢＳＯに
より指示されなくとも良い。

【００２６】ブロックセクタ変換テーブル８４はデータ
スペース８６に向かって下方へ成長してゆく。第１の見
出しＢＳＴＴ８４はブロック８０の最上位部分に書込ま
れる。ブロック８０に書込まれる後続する各セクタに関
わる見出しは、先の見出しの下方に記憶される。

【００２７】ＢＳＴＴ８４とは対照的に、データスペー
ス８６は上方へ成長する。ブロック８０に書込まれるデ
ータの第１のセクタはデータスペース８６の最下位部分
に書込まれる。データスペース８６に書込まれるデータ
の次のセクタは先のセクタのすぐ上方に書込まれる。た
とえば、ＬＳＮ₂ と関連するデータはＬＳＮ₁ と関連す
るデータより低いアドレス範囲の中に位置している。

【００２８】データスペース８６に記憶しうるセクタの
数は、ＢＳＴＴ８４に入り込む前に変動する。この可変
性は、セクタデータが圧縮されているときにセクタのサ
イズが変動するために起こる。データ圧縮を伴うとき、
セクタのサイズは２５６語からわずか数語まで変わると
思われる。固体ディスク６０がシーク戦略を使用すると
すれば、最大限２０４７個のセクタをデータスペース８
６に記憶できるであろう。

【００２９】固体ディスク制御装置６４はＢＳＴＴ８４
とデータスペース８６が成長してゆく間に互いにぶつか
り合うのを防止する。実際には、固体ディスク制御装置
６４はＢＳＴＴ８４とデータスペース８６との間に幾分
かのスラック８８が維持されるように保証する。スラッ
ク８８は、まだプログラムされていない空きＦＬＡＳＨ
メモリである。ＦＬＡＳＨメモリの規約に従えば、空い
た記憶場所はＦＦＦＦ（１６進数）を記憶する。ブロッ
クセクタ変換テーブル８４のシーク中、スラック８８は
ＢＳＴＴ８４の終わりに到達したことを指示する。

【００３０】ブロック８０はブロック属性データ９０を
さらに記憶している。そのブロックに特有の情報が記憶
される属性データ９０である。たとえば、ブロック属性
データ９０は、ブロックが消去されて、そのブロックに
書込んだ回数を指示するサイクルカウントを含む。ブロ
ック属性データ９０はブロック欠陥情報を含んでいても
良い。

【００３１】 Ｂ．固体ディスク制御装置ハードウェアの概念 再び図２を参照して説明すると、ＦＬＡＳＨアレイ６２
の読取り、書込み及びクリーンアップは固体ディスク制
御装置６４により制御される。マイクロプロセッサ９２
はデータベース９３と、セクタ見出し変換テーブル（Ｓ
ＨＴＴ）９４と、ＦＬＡＳＨメモリ９５に記憶されてい
る本発明のアルゴリズムとを使用してそれらのタスクを
管理する。データベース９３、ＳＨＴＴ９４及びアルゴ
リズムについては以下にさらに詳細に説明する。アプリ
ケーション特定集積回路であるウィンドウＡＳＩＣ９６
は、マイクロプロセッサ９２の外界に対するウィンドウ
並びにＦＬＡＳＨアレイ８２に対するウィンドウとして
機能する。ウィンドウＡＳＩＣ９６を介してマイクロプ
ロセッサ９２はＣＰＵ５２から指令を受信すると共に、
ＦＬＡＳＨアレイ６６に対する読取りと書込みを実行す
る。言いかえれば、ウィンドウＡＳＩＣ９６はマイクロ
プロセッサ９２のアドレス可能メモリスペースを増加さ
せる。ウィンドウＡＳＩＣ９６は４つのウィンドウを含
むので、マイクロプロセッサ９２はいくつかのＦＬＡＳ
Ｈ記憶場所を繰り返し、急速にアクセスできる。データ
は、ＣＰＵ５２との間で、ウィンドウＡＳＩＣ９６を介
して流れて、セクタバッファ９８に至る。セクタバッフ
ァ９８があるために、ＣＰＵ５２に向かうデータの転送
はセクタバッファがない場合に可能であるよりも急速に
起こりうる。固体ディスク制御装置６４は電荷ポンプ１
００を含む。電荷ポンプ１００は５ボルトをプログラミ
ングと消去に必要とされる１２ボルトレベルに変換す
る。固体ディスク６０に供給される電圧レベルがＦＬＡ
ＳＨアレイ６２の中のＦＬＡＳＨデバイスをプログラム
するために必要な１２ボルト電圧レベルより全て低くな
らない限り、電荷ポンプ１００は必要ではない。

【００３２】Ｃ．ＦＬＡＳＨアレイデータベースとセク
タ見出し変換テーブル 繰り返し使用される情報をランダムアクセスメモリ（Ｒ
ＡＭ）に記憶することにより、固体ディスク６０の性能
は向上する。この情報は、一般に、ＦＬＡＳＨアレイ６
２の現在特性に関連しているので、これをＦＬＡＳＨア
レイデータベース９３という。ＦＬＡＳＨアレイデータ
ベース９３の中の情報は、 １．ＦＬＡＳＨアレイ６２内部のダーティな語の総数
（ＴＤＦＡ）； ２．各ブロック内部のダーティな語の総数（ＴＤＦ
Ｂ_N）； ３．ＦＬＡＳＨアレイ６２内部の空きの語の総数（ＴＦ
ＦＡ）； ４．各チップ対の中の空きの語の数（ＴＦＦＣ_M） ； ５．各ブロック内部の空きの語の総数（ＴＦＦＢ_N） を含む。

【００３３】固体ディスク制御装置６４がＦＬＡＳＨア
レイデータベース９３をどう使用するかを以下にアルゴ
リズムごとに説明する。セクタ見出し変換テーブル（Ｓ
ＨＴＴ）９４はセクタ番号を関連するデータのセクタに
対するポインタに変換する。ＳＨＴＴ９４を頻繁且つ容
易に変更できるように、ＳＨＴＴ９４をＲＡＭに記憶し
ておくのが好ましい。セクタ見出し変換テーブル９４
は、与えられたセクタ番号と関連するデータを直接には
指示しない。そうではなく、ＳＨＴＴ９４により供給さ
れるポインタはＢＳＴＴ８４の中、そのセクタ番号と関
連する見出しの付近の記憶場所を指示する。

【００３４】ＳＨＴＴ９４がセクタ番号と関連する見出
しを直接には指示しない理由を理解するには、ＢＳＴＴ
８４に現れうる見出しをそれぞれ一意性をもってアドレ
ス指定するために必要なビットの数を考えてみれば良
い。ＢＳＴＴ８４には、最大限２０４７個の見出しを記
憶できる。チップが１５対あり、一対のチップにそれぞ
れ１６のブロックが含まれているものとすれば、ＦＬＡ
ＳＨアレイ６２は４９１，２８０個の見出しを記憶する
ことができるであろう。それほど多くの見出しを一意性
をもって識別するには１９ビットが必要である。１９ビ
ットを記憶するには、３×８個のＲＡＭチップを使用し
なければならない。従って、３つのビットを記憶するた
めに、１つのＲＡＭにおける８ビットのうち５つが浪費
されるであろう。これは、競合しうる価格の固体メモリ
ディスクを製造しようとする努力の中では高価で、受け
入れられない解決方法である。

【００３５】この１９ビットのジレンマを解決するＳＨ
ＴＴのデザインはいくつかある。図４に示す一実施例で
は、工業規格の４０ＭＢディスクドライブのデータの数
の現れうる８３３００個のセクタの各々に対して１つず
つのポインタを記憶する。ＳＨＴＴ９４の各エントリに
は１６ビットしか記憶されていない。それらのビットの
うち４つは、シーク中のセクタデータを記憶しているチ
ップ対を指示する。もう４つのビットはそのセクタを記
憶している特定のブロックを指示する。残る８つのビッ
トは、所望の見出しの付近にある見出しに対するブロッ
クの最上位部分からのオフセットを表わす。このオフセ
ットを見出しポインタと呼ぶ。見出しポインタを表わす
ために８ビットを使用するということは、最大限２０４
７個の見出しを位置指定するために２５６個の見出しポ
インタを利用できることを意味している。そこで、所望
の見出しを位置指定するためには、ＢＳＴＴ８４におい
て最大で８個の見出しを走査しなければならない。言い
かえれば、ＳＨＴＴ９４ａは１つの特定のセクタ番号と
関連するデータを位置指定するために２段の探索を要求
するということがある。まず、特定のチップ、ブロック
及び見出しポインタを位置指定するためにＳＨＴＴ９４
ａを探索する。第２に、セクタ番号と関連する見出しを
見出すために、ＢＳＴＴ８４の指示領域を探索する。

【００３６】図４のＳＨＴＴ９４は固体ディスク６０に
記憶されているセクタごとに１つの物理アドレスを記憶
する。最新のキャッシュメモリを使用することにより、
ＳＨＴＴ９４のエントリの数を減少できる。

【００３７】ＦＬＡＳＨアレイデータベース９３とＳＨ
ＴＴ９４は不揮発性メモリであるＲＡＭに記憶されるこ
と、及び読取りと書込みがデータベース９３とＳＨＴＴ
９４に縦続して実行されることを理由として、パワーア
ップ中にＦＬＡＳＨアレイデータベース９３とＳＨＴＴ
９４の双方を生成しなければならない。図５は、ＦＬＡ
ＳＨアレイデータベース９３とＳＨＴＴ９４の双方を作
成するためのアルゴリズムを示す。このアルゴリズムを
使用すると、ＳＨＴＴ９４とＦＬＡＳＨアレイデータベ
ース９３は、共に、各々のＢＳＴＴ８４を走査すること
により生成される。各セクタ番号と関連する見出しの記
憶場所と、ブロック中の空きメモリとダーティメモリの
量とに注目する。

【００３８】作成はステップ１１０においてＳＨＴＴ９
４の初期設定と共に始まる。セクタ番号ごとの各ポイン
タを同じ初期値に設定する。一実施例では、その値はＦ
ＦＦＦ（１６進数）である。そのため、ＳＨＴＴ９４を
作成した後に初期値と等しいポインタを検索すると、フ
ォーマットする間にセクタ番号ごとに１つの見出しが作
成していることから、そのセクタ番号と関連するデータ
のセクタが失われてしまっていることがわかる。マイク
ロプロセッサ９２はステップ１１０からステップ１１１
へ分岐する。

【００３９】ステップ１１１では、ＦＬＡＳＨアレイ中
の空きメモリの総量であるＴＦＦＡと、チップごとの空
きメモリの総量であるＴＦＦＣ_M とをその最大値に初期
設定する。チップごとの最大空きＦＬＡＳＨは６４Ｋバ
イト／ブロック^* １６ブロック、すなわち、チップ対ご
とに２０４８バイトから各ブロックに記憶されているブ
ロック属性データを減じたものである。同様に、ＴＴＦ
Ａ_max はチップ対ごとに２０４８Ｋバイト^* １５チップ
対、すなわち、約３０Ｍバイトである。これを実行した
ならば、マイクロプロセッサ９２はステップ１１２へ分
岐して、ＢＳＴＴ８４を走査し始める。

【００４０】ステップ１１２では、マイクロプロセッサ
９２はＦＬＡＳＨアレイ６２に今後に走査すべきブロッ
クが残っているか否かを判定する。残っていれば、マイ
クロプロセッサ９２はステップ１１４へ進み、走査すべ
きブロックＢ_C を選択する。マイクロプロセッサ９２は
ステップ１１４からステップ１１５へ分岐する。そこ
で、現在ブロックの空きメモリの総量ＴＦＦＢ_C をその
最大値に初期設定する。マイクロプロセッサ９２は、次
に、ステップ１１６に進む。ステップ１１６では、マイ
クロプロセッサ９２は選択したブロックのブロックセク
タ変換テーブル８４から次の見出しを読取る。その後、
マイクロプロセッサ９２はステップ１１８へ分岐する。

【００４１】マイクロプロセッサ９２はステップ１１８
で現在見出しを分類し始める。マイクロプロセッサ９２
は、現在見出しの属性語に含まれているダーティビット
を読取ることにより、見出しがダーティとマークされて
いるか否かを判定する。いずれかのダーティビットが論
理値０であれば、ＬＳＮと関連するデータはダーティで
あると考える。データのセクタがダーティであれば、マ
イクロプロセッサ９２はステップ１２０へ分岐して、Ｆ
ＬＡＳＨアレイデータベース９３を更新する。

【００４２】ステップ１２０では、マイクロプロセッサ
９２はダーティセクタのサイズを確定するのであるが、
そのサイズはデータ圧縮の結果として変わることもあ
る。セクタのサイズは現在ＬＳＮの両側のブロックセク
タオフセットを比較することにより確定される。ダーテ
ィセクタのサイズを確定した後、マイクロプロセッサ９
２はＴＤＦＡとＴＤＦＢ_C を更新する。ダーティな語の
総数であるＴＤＦＡと、現在ブロックの中のダーティな
語の総数であるＴＤＦＢ_C とをセクタとその見出しのサ
イズだけ増加させるのである。その後、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ１２１へ進む。マイクロプロセッサ
９２はそのＦＬＡＳＨ空き変数を適切に改訂する。現在
セクタとその見出しのサイズをＴＦＦＡ、ＴＦＦＢ_C 及
びＴＦＦＣ_C から減じる。その後、マイクロプロセッサ
はステップ１１６に戻ることにより、ＦＬＡＳＨアレイ
データベース９３とＳＨＴＴ９４の作成を再開する。

【００４３】これに対し、セクタがダーティでない場合
には、マイクロプロセッサ９２はステップ１１８からス
テップ１２２へ分岐する。そこで、マイクロプロセッサ
９２は、ＢＳＴＴ８４の終わりに達したか否かを判定す
るために、現在見出しの中の属性語を検査する。次の見
出しに関わる属性語がＦＦＦＦ（１６進数）であるなら
ば、終わりに達している。この場合、マイクロプロセッ
サ９２はステップ１１２に戻って、ＢＳＴＴ８４の走査
を継続すべきか否かを判定する。他のあらゆるケースに
おいては、マイクロプロセッサ９２はステップ１２２か
らステップ１２４に進む。

【００４４】ステップ１２４に入るということは、現在
見出しがユーザーデータの有効セクタと関連しているこ
とを意味している。従って、マイクロプロセッサ９２は
空き変数ＴＦＦＡ、ＴＦＦＢ_C 及びＴＦＦＣ_C を現在セ
クタのサイズだけ減少させる。（添字「Ｃ」は「現在」
を指示している。）これを実行したならば、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ１２６へ進む。

【００４５】ステップ１２６では、現在見出しに含まれ
ているＬＳＮと等しいセクタ番号を求めてＳＨＴＴ９４
のエントリをシークすることにより、現在見出しに関わ
るＳＨＴＴエントリの改訂を開始する。ＳＨＴＴの現在
エントリがＦＦＦＦ（１６進数）であれば、そのセクタ
番号に関わる情報は存在していない。マイクロプロセッ
サ９２はステップ１２８へ分岐することによりこれに対
応する。セクタ番号に関わるエントリがＦＦＦＦ以外で
あれば、いずれの場合にも、そのセクタ番号に関してデ
ータの２つの有効バージョンがあるということになる。
物事を分類するために、マイクロプロセッサ９２はステ
ップ１３０へ進む。

【００４６】まず、より単純な状況、すなわち、現在Ｌ
ＳＮに対応するセクタ番号に関わるデータがＳＨＴＴ９
４に記憶されていない場合を考える。ステップ１２８で
は、マイクロプロセッサ９２は現在見出しに関わるチッ
プ、ブロック及び見出しポインタをＳＨＴＴ９４に書込
む。これを実行したならば、マイクロプロセッサ９２は
ステップ１１６に戻って、別の見出しを検査する。

【００４７】ＳＨＴＴ９４が現在ＬＳＮと関連するセク
タ番号に関わるエントリを既に含んでいる場合には、状
況はさらに複雑になる。ステップ１３０では、マイクロ
プロセッサは改訂番号を比較することによりどの見出し
が、従って、どのデータのセクタが最も新しいかを判定
する。次のステップ１３２では、マイクロプロセッサ９
２は先のダーティビットを論理値０にプログラムするこ
とにより、そのデータの先の無効セクタをダーティとマ
ークする。

【００４８】ステップ１３３では、直前にダーティであ
るとマークされたセクタを含むブロックと、ＦＬＡＳＨ
アレイ６２とに関わる総ダーティを反映するために、マ
イクロプロセッサはデータベース９３を更新する。その
更新は、セクタのサイズをＴＤＦＢ_C 及びＴＤＦＡに加
算することにより実行される。

【００４９】ステップ１３４では、必要に応じて、ＳＨ
ＴＴ９４を最終的に更新する。見出しとステップ１１６
で選択したＬＳＮがステップ１３２でダーティとマーク
されていれば、更新は不要である。そうでなければ、ス
テップ１１６で選択したＬＳＮに関わるチップ、ブロッ
ク及び見出しポインタをＳＨＴＴ９４に書込む。

【００５０】マイクロプロセッサ９２はステップ１３４
からステップ１１６に戻る。そこで、別の見出しを選択
する。ＦＬＡＳＨアレイ６２内部の見出しを走査し終わ
るたびに、ＳＨＴＴ９４の作成は完了する。１つのセク
タ番号に対応する見出しが位置指定されていなければ、
ＳＨＴＴ９４の中のポインタは初期値にとどまる。すな
わち、ポインタはデータのセクタが失われたことを指示
し、ＳＨＴＴ９４はどのデータのセクタをも考慮に入れ
ているのである。

【００５１】II．固体ディスク制御装置 固体ディスク制御装置６４の心臓部は、ＦＬＡＳＨメモ
リ９５の中に記憶されている１組のアルゴリズムであ
る。それらのアルゴリズムはＦＬＡＳＨアレイ６２の読
取り、書込み及びクリーンアップを制御する。それらの
アルゴリズムは、ＣＰＵ５２が工業規格のハード磁気デ
ィスクドライブを取り扱っているかのような錯覚を作り
出すのを助ける。

【００５２】図６のオブジェクト線図は、固体ディスク
制御装置６４が使用するアルゴリズムの総体的な編成と
相互関係を示す。固体ディスク制御装置６４のアルゴリ
ズムはトップレベルスケジューラ１５０、ホストインタ
フェース１５２、そして、ＦＬＡＳＨ媒体１５４という
３つのクラスに編成されている。トップレベルスケジュ
ーラ１５０は他の２つのクラス１５２及び１５４の間で
のＣＰＵ９２の処理時間の割当てを処理する。ホストイ
ンタフェース１５２はＣＰＵ５２からの工業規格ディス
クドライブ指令を解釈し、それらをＦＬＡＳＨ媒体１５
４が反応しうる指令に変換する。ＦＬＡＳＨ媒体１５４
はＦＬＡＳＨアレイ６２と直接にインタフェースし、ホ
ストインタフェース１５２からの読取りと書込みの要求
に応答する。ＦＬＡＳＨ媒体１５４はＦＬＡＳＨアレイ
６２のクリーンアップをも管理する。

【００５３】ホストインタフェース１５２とＦＬＡＳＨ
媒体１５４のスケジューリングは相対的に単純なタスク
である。固体ディスク６０のパワーアップはトップレベ
ルスケジューラ１５０を始動する。スケジューラは固体
ディスク６０を初期設定し、次に、ホストインタフェー
ス１５２を呼び出す。これはＣＰＵ５２に固体ディスク
６０のあらゆる資源を割当てる。ホストインタフェース
１５２がトップレベルスケジューラ１５０に制御を戻し
たとき、クリーンアップオブジェクト１６４が呼び出さ
れる。クリーンアップが進行中である場合、クリーンア
ップにはＣＰＵ実行時間の１スライス、一実施例では５
００μ秒が割当てられる。クリーンアップがトップレベ
ルスケジューラ１５０に制御を戻すと、ホストインタフ
ェース１５２が再び呼び出される。固体ディスク６０が
パワーアップされている間は、トップレベルスケジュー
ラ１５０はそのプロセスを何度も繰り返す。

【００５４】ホストインタフェース１５２はインタフェ
ース１５６及びセクタバッファ１５８という２つのクラ
スのアルゴリズムを含む。インタフェース１５６はＡＴ
−ＩＤＥハードディスクインタフェースをエミュレート
する。インタフェース１５６はＡＴＡ指令割込みを処理
し、ＡＴＡ指令をＦＬＡＳＨ媒体１５４により理解可能
な指令に変換する。別の実施例においては、ホストイン
タフェース１５６はＳＣＳＩディスクインタフェース又
は他の規格によるディスクドライブインタフェースをシ
ミュレートしても良い。セクタバッファ１５８はセクタ
バッファ９８の使用を管理する。

【００５５】簡単に説明すれば、ＦＬＡＳＨ媒体１５４
は５種類のアルゴリズム、すなわち、ディスク１６０、
セクタ１６２、クリーンアップ１６４、ＦＬＡＳＨパワ
ー１６６及びＦＬＡＳＨアレイインタフェース１６７と
いう５つのサービスを含んでいることになる。ディスク
１６０はインタフェース１５６からの読取り要求と書込
み要求をサービスする。また、ディスク１６０はディス
ク１６０からの他の指令を変換し、それらを他のクラス
１６２、１６４、１６６及び１６７に移して実行させ
る。セクタ１６２はＦＬＡＳＨアレイ６２内部に記憶さ
れているセクタに関連する大部分のタスクを実行する。
セクタ１６２はディスク１６０とクリーンアップ１６４
の双方により使用されるＦＬＡＳＨアレイデータベース
９３を維持すると共に、ＦＬＡＳＨアレイ６２の中の空
きメモリスペースを割当てる。さらに、セクタ１６２は
ＦＬＡＳＨアレイ６２からのデータの読取りをＦＬＡＳ
Ｈアレイインタフェース１６７と、シーケンサ１６８と
を介して制御する。ＦＬＡＳＨパワー１６６は本質的に
はデバイスドライバである。すなわち、ＦＬＡＳＨパワ
ーはＦＬＡＳＨアレイ６２に対する読取り又は書込みに
必要な電圧レベルを発生するのである。ＦＬＡＳＨアレ
イインタフェース１６７は、ＦＬＡＳＨ６２の読取りと
書込みを直接に制御する低レベルルーチンを処理する。
シーケンサ１６８はセクタバッファ９８と、ＦＬＡＳＨ
アレイ６２との間のデータの移動を処理する。クリーン
アップ１６４は、その名が示す通り、ＦＬＡＳＨアレイ
６２のクリーンアップを管理する。ＦＬＡＳＨパワー１
６６は固体ディスク６０の限定された予定電流を管理す
るのであるが、一実施例では、この電流はわずか１２０
ｍＡである。一対のチップで１つのブロックを消去する
のに６０ｍＡまでが必要であるとすれば、電流の効率の
良い管理は重要である。

【００５６】 Ａ．ＦＬＡＳＨアレイからのセクタの読取り 簡単に説明すれば、１つのセクタの読取りは３段階のプ
ロセスである。まず初めに、セクタ番号と関連する見出
しに対するポインタを求めてＳＨＴＴ９４を探索する。
第２に、見出しを位置指定し、その属性語を検査して、
付加データが有効であるか否かを知る。第３に、見出し
と関連するセクタデータが有効であれば、その記憶場所
を確定し、ＣＰＵ５２に戻す。ディスク１６０により実
現される読取りアルゴリズムを図７の流れ図に示す。全
ての呼び出し側はセクタ番号を入力する。

【００５７】ステップ１７０におけるマイクロプロセッ
サ９２の最初のタスクは、有効性に関わる入力セクタ番
号の検査である。工業規格によるディスクドライブの中
にあるセクタの最大数で、セクタ番号が有効であるか否
かを判定する。たとえば、規格の４０ＭＢドライブは８
３３００個のセクタを含む。従って、４０ＭＢドライブ
の場合、８３３００を越えるセクタ番号はいずれも無効
になるであろう。

【００５８】呼び出し側プログラムが無効セクタ番号を
与えていた場合、マイクロプロセッサ９２はステップ１
７０からステップ１７２へ分岐する。マイクロプロセッ
サ９２は、状態語を無効セクタ番号範囲に設定すること
により、セクタ番号の無効性を呼び出し側に指示する。
次に、マイクロプロセッサ９２はステップ１７４に戻
り、制御を呼び出し側に戻す。

【００５９】これに対し、呼び出し側が有効セクタ番号
をもつセクタを読取ることを要求した場合には、マイク
ロプロセッサ９２はステップ１７０からステップ１７６
へ進む。ステップ１７６では、マイクロプロセッサ９２
はセクタ番号を取り上げ、セクタ番号と関連するチッ
プ、ブロック及び見出しポインタを求めてＳＨＴＴ９４
を探索する。

【００６０】ステップ１７８では、マイクロプロセッサ
９２は要求されたセクタ番号に関わるデータが存在する
か否かを判定する。マイクロプロセッサ９２は、ＳＨＴ
Ｔ９４から検索した見出しポインタを検査することによ
り、特定のセクタ番号について見出しが存在するか否か
を報知することができても良い。見出しポインタがＦＦ
ＦＦ（１６進数）である場合、フォーマットする間にセ
クタ番号ごとに１つの見出しを作成していても、セクタ
番号に対して有効見出しを見出すのは不可能である。マ
イクロプロセッサ９２は、ステップ１７８からステップ
１８０へ分岐することにより損失セクタに応答する。そ
こで、マイクロプロセッサ９２は見出しを見出せなかっ
たことを指示する。次に、マイクロプロセッサ９２はス
テップ１７４へ分岐して、読取りは完了する。

【００６１】これに対し、セクタ番号に対する見出しが
存在しているのであれば、マイクロプロセッサ９２はス
テップ１８２へ分岐する。そこで、セクタ１６２は入力
されたセクタ番号と関連する見出しをシークする。所望
の見出しを位置指定したならば、セクタ１６２はチッ
プ、ブロック及びその見出しに対するオフセットを指示
する。セクタ１６２は、所望の見出しを見出せない場合
にも指示する。

【００６２】セクタ１６２がそのシークから復帰したな
らば、マイクロプロセッサ９２はステップ１８４へ分岐
して、シークの成否を判定する。シークアルゴリズムが
セクタ番号と関連する見出しを位置指定しなかった場合
には、マイクロプロセッサ９２はステップ１８０へ分岐
して、そのことを呼び出し側に報知する。これに対し、
適切な見出しが位置指定されたならば、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ１８６へ分岐する。そこで、ステッ
プ１８２で検索した情報をセクタオブジェクト１６２の
読取りサービスにパスする。セクタ番号と関連するデー
タをセクタバッファ９８にコピーし且つホストＣＰＵ５
２に供給する。その後、読取りが完了して、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ１７４へ分岐することにより制
御を呼び出し側に戻す。

【００６３】図８は、セクタ番号が与えられたときにセ
クタデータをシークする方法を示す。このアルゴリズム
もセクタ１６２により実現される。簡単に説明すれば、
図８のシークアルゴリズムはセクタ番号と関連するデー
タを位置指定する２つの方式を有する。第１の方式は、
シーク時間を短縮するためにデータのコヒーレンシーに
依存する。すなわち、現在シーク中であるデータのセク
タは最前に位置指定されたデータのセクタに関連してお
り且つその付近に位置しているものと仮定する。この方
式が、所望のデータのセクタを位置指定しそこなえば、
次に２段階方式が使われる。まず、セクタ番号入力ＳＮ
_i に関わるチップ、ブロック及び見出しオフセットを位
置指定するために、ＳＨＴＴ９４を探索する。次に、そ
の情報を使用して、呼び出し側により入力されたセクタ
番号と等しいＬＳＮをもつ見出しを求めてＢＳＴＴ８４
を探索する。

【００６４】データのセクタの位置指定はステップ１９
０で始まる。そこで、マイクロプロセッサ９２は、探索
した最前のＢＳＴＴ８４に別の見出しが記憶されている
か否かを判定する。記憶されていれば、入力セクタ番号
と関連する見出しが同じＢＳＴＴ８４の中にある可能性
がある。その場合、マイクロプロセッサ９２はステップ
１９２へ進む。しかしながら、最前に位置指定した見出
しがそのＢＳＴＴ８４の中で最後に位置指定した見出し
であった場合には、入力セクタ番号と関連するデータの
セクタを急速に位置指定することは可能ではない。二段
階探索を使用しなければならない。その場合には、マイ
クロプロセッサ９２はステップ２０６へ進み、その二段
階探索を開始する。

【００６５】まず、ステップ１９２に入るときのマイク
ロプロセッサ９２のアクションについて考える。マイク
ロプロセッサ９２は、最前に位置指定した見出しのすぐ
次に続く見出しを読取る。この見出しの中のＬＳＮを
「ＬＳＮ_L+1」 と指定する。ＬＳＮ_L+1 をステップ１９
４のＳＮ_i と比較して、現在見出しが所望の見出しであ
るか否かを判定する。ＬＳＮ_L+1 がＳＮ_i と等しくなけ
れば、別の方法でデータのセクタを位置指定しなければ
ならない。その場合には、マイクロプロセッサ９２はス
テップ２０６へ進む。これに対し、ＬＳＮ_L+1 がＳＮ_i
と等しい場合には、マイクロプロセッサ９２はステップ
１９６へ分岐する。

【００６６】現在見出しの信頼性を確定するプロセスは
ステップ１９６をもって始まる。ステップ１９６の間、
マイクロプロセッサは現在見出しに関わる周期冗長検査
（ＣＲＣ）を生成する。このＣＲＣを「ＣＲＣ_G」 と呼
ぶ。ステップ１９８では、ＣＲＣ_G を見出し自体に記憶
されているＣＲＣであるＣＲＣ_storedと比較する。ＣＲ
Ｃ_G ＝ＣＲＣ_storedであるとき、現在見出しの中の情報
を信頼しうるものと考える。マイクロプロセッサ９２は
ステップ２０２へ分岐することによりこの状態に応答す
る。これに対して、ＣＲＣ_storedと等しくないために現
在見出しが信頼できない場合には、マイクロプロセッサ
９２はステップ２０６へ進む。

【００６７】まず、所望の見出しを位置指定したときの
マイクロプロセッサ９２のアクションを考える。マイク
ロプロセッサ９２は、第１に、ステップ２００で見出し
と関連するデータのセクタのサイズを確定する。これ
は、先に説明した通り、適切なブロックセクタオフセッ
トを使用して実行される。ステップ２０２では、セクタ
のサイズ、チップ、ブロック及び所望の見出しに対する
オフセットを呼び出し側に戻す。これが成功すれば、ス
テップ１９０〜２０２から成る方法は１つのデータのセ
クタを位置指定するために要する時間を、ステップ２０
６〜２２２から成る二段階探索と比べて四分の一に短縮
する。

【００６８】二段階探索は、より迅速な方式が失敗に終
わった後にステップ２０６から始まる。マイクロプロセ
ッサ９２は、セクタ番号入力ＳＮ_i と関連するチップ、
ブロック及び見出しポインタを求めてＳＨＴＴ９４をシ
ークすることにより第１レベルの探索を実行する。ステ
ップ２０６で検索したチップ、ブロック及び見出しポイ
ンタの値をステップ２０８で検査して、ＳＮ_i について
見出しを位置指定することが可能であるか否かを判定す
る。それらの値が初期値と等しいならば、ＳＮ_i と関連
する見出しは失われていることになる。一実施例では、
初期無効値はＦＦＦＦ（１６進数）である。マイクロプ
ロセッサ９２は、ステップ２２４へ分岐することによ
り、無効のチップ、ブロック及び見出しポインタの値に
応答する。そこで、入力セクタ番号と関連する見出しが
見出されなかったことを呼び出し側に報知する。これに
対し、ＳＨＴＴ９４から検索した値が有効である場合に
は、マイクロプロセッサ９２はステップ２１０へ進む。

【００６９】シークの第２の段階は、ステップ２１０
で、走査カウントを零に初期設定することによって始ま
る。走査カウントはシーク中に検査される見出しの番号
を追跡する。そこで、マイクロプロセッサ９２は見出し
ポインタの付近の見出しを読取る。マイクロプロセッサ
９２はステップ２１０からステップ２０８へ進んで、現
在走査カウントを最大走査がカウントと比較する。

【００７０】走査しなければならない見出しの最大数
は、ＢＳＴＴ８４中の見出しの最大数を見出しポインタ
の最大数で除算することにより設定される。たとえば、
固定ディスク６０の一実施例では、ＢＳＴＴ８４に記憶
される見出しの最大数は２０４７であり、使用する見出
しポインタの数は２５６のみである。従って、この実施
例では８つまでの見出しを走査しなければならない。走
査カウントが最大値より小さいならば、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ２１２へ分岐して、所望の見出しの
探索を継続する。これに対し、走査カウントが最大値を
越えたならば、マイクロプロセッサ９２はステップ２０
０からステップ２２４へ進む。

【００７１】まず、走査カウントが最大値より小さいと
きの状況を考える。マイクロプロセッサ９２はステップ
２１４に入り、現在見出しの中に記憶されているＬＳＮ
を入力セクタ番号と比較する。それら２つが等しいなら
ば、所望の見出しは位置指定されていることになるであ
ろう。そうでなければ、所望のセクタを求める探索を継
続しなければならない。ステップ２２２では、走査カウ
ンタを増分し且つ最前の見出しの下方に位置する別の見
出しを読取ることにより、所望のセクタの探索を継続す
る。そこで、マイクロプロセッサ９２はステップ２１２
に戻り、この新たな見出しが所望の見出しであるか否か
を判定する。

【００７２】ＬＳＮが入力セクタ番号と等しいとき、マ
イクロプロセッサ９２はステップ２１４からステップ２
１６へ進む。ステップ２１６では、現在見出しについて
周期冗長検査ＣＲＣ_G を生成する。ステップ２１８で
は、ＣＲＣ_G を使用して、見出しに含まれている情報の
信頼性をアクセスする。そこで、マイクロプロセッサ９
２は、セクタ番号ＳＮ_i をブロックに記憶されているＬ
ＳＮと比較することにより、現在見出しがシーク中の見
出しであるか否かを判定する。ＬＳＮ＝ＳＮ_i であれ
ば、マイクロプロセッサ９２はステップ２１６へ進む。
ステップ２１８では、ＣＲＣ_G を選択した見出しに記憶
されているＣＲＣと比較することにより見出しの信頼性
を確定する。２つのＣＲＣが等しくない限り、見出しの
中の情報を信頼することはできない。

【００７３】現在見出しが信頼できるものではないなら
ば、マイクロプロセッサ９２はステップ２１８からステ
ップ２２０へ分岐する。現在見出しの中のブロックセク
タオフセットを信頼することができないので、２つのデ
ータのセクタは失われる。たとえば、図３に示すよう
に、走査中の見出しがＬＳＮ₁ に関わる見出しであった
と仮定する。ＢＳＯ₁ を信頼できないので、ＬＳＮ₁ に
関わるデータの始まりも、ＬＳＮ₂ に関わるデータの終
わりも共に確定することができない。従って、ステップ
２２０では、マイクロプロセッサ９２は選択した見出し
と、そのすぐ下方にある見出しの双方をダーティにする
ことにより、２つのデータのセクタを放棄する。次に、
マイクロプロセッサ９２はステップ２２２へ進む。

【００７４】現在見出しを信頼できる場合には、マイク
ロプロセッサ９２はステップ２１８からステップ２２０
へ進む。ステップ２０６に達したならば、マイクロプロ
セッサ９２はセクタデータを読取るために必要とされる
情報を収集し始める。まず、適切なＢＳＯを読取ること
によりセクタのサイズを確定する。最後に、ステップ２
０２では、セクタのサイズ及び属性語をチップ、ブロッ
ク及び見出しに対するオフセットと共に呼び出し側に戻
す。次に、マイクロプロセッサ９２はステップ２０４で
制御を呼び出し側に戻す。

【００７５】 Ｂ．ＦＬＡＳＨアレイ６２へのセクタの書込み １つのデータのセクタの書込みは３つの主要なタスクを
含む。第１に、そのセクタデータを書込むのに十分な空
きメモリを位置指定し且つ予約しなければならない。第
２に、同じＬＳＮの中にセクタデータの先のバージョン
があれば、それをダーティとマークし、セクタ見出し変
換テーブル９４を更新する。第３に、セクタデータとそ
の見出しを適切なブロックに書込む。

【００７６】図９は、１つのデータのセクタのＦＬＡＳ
Ｈアレイ６２を書込むプロセスの概要を提示している。
書込みは、ディスク１６０がＣＰＵ５２から入力セクタ
番号ＳＮ_i を伴う書込み指令を受信したときに始まる。
この時点で、ＦＬＡＳＨアレイ６２に書込むべきデータ
はセクタバッファ９８の中にある。ＬＳＮ_i 及びＳＨＴ
Ｔ９４に記憶されているデータに従って図１０のアルゴ
リズムを使用すると、いくつかの結果が起こりうる。

【００７７】まず初めに、ＳＮ_i が無効であるときの結
果を考える。書込み指令を受信したときのマイクロプロ
セッサ９２の第１のアクションは、ＳＮ_i を検査するこ
とである。これはステップ２３０で実行される。８３３
００より大きいＳＮ_i 又は１より小さいＳＮ_i は、いず
れも、４０ＭＢドライブには書込まれない。

【００７８】ＳＮｉが無効であるとすれば、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ２３０からステップ２３２へ分
岐する。そこで、受信したセクタ番号が無効であったこ
とをインタフェース１５６に報知するために、マイクロ
プロセッサ９２は状態語をセットする。これを実行した
後、マイクロプロセッサ９２はステップ２３４へ進む。
次に、マイクロプロセッサ９２の制御は呼び出し側プロ
グラムに戻る。今度は、ＳＮ_i が有効であり且つその属
性語はＳＮ_i と関連するトラックが不良とマークされた
ことを指示しているものと仮定する。ＳＮ_i は有効であ
るので、マイクロプロセッサ９２はステップ２３０から
ステップ２３６へ分岐する。

【００７９】セクタを書込むための準備はステップ２３
６で本格的に始まる。マイクロプロセッサ９２は電荷ポ
ンプ１００をイネーブルし、電荷ポンプ１００にＦＬＡ
ＳＨメモリをプログラムするために必要な１２ボルトの
レベルを発生させることができる。そこで、マイクロプ
ロセッサ９２は電荷ポンプ１００が１２ボルトに達する
まで他のタスクを実行する。

【００８０】ステップ２３８では、マイクロプロセッサ
９２は、セクタデータのより以前のバージョンを求め
て、チップ、ブロック及び見出しポインタを位置指定す
るためのシークアルゴリズムを呼び出す。セクタ番号と
関連する情報を位置指定した後、マイクロプロセッサ９
２はステップ２４０へ分岐する。ステップ２４０では、
マイクロプロセッサ９２は不良トラックビットがセット
されているか否かを判定する。マイクロプロセッサ９２
はセクタ属性語を検査することによりこれを実行する。
不良トラックビットが表明されていたならば、マイクロ
プロセッサ９２はステップ２４０からステップ２４２へ
進む。

【００８１】ＳＮ_i と関連するトラックが不良であると
マークされているので、マイクロプロセッサ９２はセク
タデータをＦＬＡＳＨアレイ６２に書込まない。ステッ
プ２４２では、マイクロプロセッサ９２はトラックが不
良であることをインタフェース１５６に報知する。その
後、マイクロプロセッサ９２はステップ２３４へ分岐す
ることにより制御をインタフェース１５６に戻す。先の
説明からわかるように、ＳＮ_i が無効であるか又はそれ
に関連するトラックが不良であるとマークされていたか
のいずれかの場合には、データのセクタはＦＬＡＳＨア
レイ６２に書込まれない。逆にいえば、セクタデータが
良いトラック及び有効なＳＮ_i と関連しているならば、
そのセクタデータはＦＬＡＳＨアレイ６２に書込まれる
ことになる。次に、そのような状況について考えてみ
る。マイクロプロセッサ９２はステップ２３８からステ
ップ２４４へ分岐することにより応答する。

【００８２】ステップ２４４では、マイクロプロセッサ
９２は電荷ポンプ１００が１２ボルトに達したか否かを
判定するために、電荷ポンプ１００に絶えず問合わせ
る。電荷ポンプ１００が１２ボルトに達するのに要する
時間の量は、電荷ポンプ１００が最後にイネーブルされ
てからどれほどの時間が経過しているかによって異なる
ので、予測不可能である。電荷ポンプ１００が始動して
以来の時間が長いほど、１２ボルトに再び達するために
要する時間は短くなる。電荷ポンプ１００が１２ボルト
で安定したならば、マイクロプロセッサ９２はステップ
２４６へ分岐する。

【００８３】ステップ２４６では、マイクロプロセッサ
９２は同じＬＳＮをもつ以前の見出しをダーティとマー
クすべきか否かを判定する。マイクロプロセッサ９２
は、ステップ２３８のシークによって検索した情報に基
づいてこの判定を実行する。見出しが位置指定されてい
た場合、マイクロプロセッサ９２はステップ２４７へ進
み、その見出しをダーティとマークする。その後、マイ
クロプロセッサ９２はステップ２４８へ進み、以前の見
出しがダーティとマークされていたか否か又はタスクが
キャッシュされていたか否かを判定する。タスクがキャ
ッシュされていなければ、マイクロプロセッサ９２はス
テップ２５０へ進む。キャッシュされていれば、マイク
ロプロセッサ９２はステップ２４９へ分岐する。ダーテ
ィとマークすることがキャッシュされていたため、現在
書込みの終わりに同じＬＳＮをもつ２つの見出しが現れ
るであろう。パワー損失後に有効データを区別するため
に、ステップ２４９では、最も新しいバージョンと関連
するＬＳＮに関わる改訂番号を増分する。次に、マイク
ロプロセッサ９２はステップ２５０へ進む。

【００８４】マイクロプロセッサ９２は、ＦＬＡＳＨア
レイ６２の中のセクタデータの新たなバージョンを書込
むプロセスをステップ２５０をもって開始する。マイク
ロプロセッサ９２はデータのセクタ及び見出しを記憶す
るのに十分な空きメモリをＦＬＡＳＨアレイ６２の内部
で割当てる。これは、以下に詳細に説明する複雑なプロ
セスである。ここでは、メモリの割当てには、１ブロッ
クのデータスペース８６の中に十分なメモリを位置指定
し且つそのメモリスペースを予約済としてマークするこ
とが必要であると述べるだけで十分である。次に、マイ
クロプロセッサ９２はステップ２５２へ進む。

【００８５】マイクロプロセッサ９２はステップ２５２
及び２５４で見出しの書込みを完了する。まず、ステッ
プ２５２では、見出しについてＣＲＣを生成するのであ
るが、ダーティビットと改訂番号は事象の経過の中で変
化することがあるので、それらは除外される。その後、
ステップ２５４では、属性語とＬＳＮをＢＳＴＴ８４に
書込む。ＬＳＮをＳＮ_i と等しくなるように設定する。
マイクロプロセッサ９２は最終的にはステップ２５６で
予約したデータスペースにセクタデータを書込む。デー
タと共に、誤り訂正コードＥＣＣをも書込む。

【００８６】セクタデータの新たなバージョンを確実に
書込んだならば、ステップ２５８では、セクタ見出し変
換テーブル９４がセクタ番号と関連するセクタデータの
最も新しいバージョンを指示するように、マイクロプロ
セッサ９２はセクタ見出し変換テーブル９４を更新す
る。

【００８７】ステップ２６０では、マイクロプロセッサ
９２は電荷ポンプ１００をディスエーブルする。電荷ポ
ンプ１００が必要でないときに電荷ポンプをオフするこ
とにより、電力消費は減少する。その結果、固体ディス
ク６０はポータブルコンピュータやラップトップコンピ
ュータに使用するのに一層適するようになる。これを実
行したならば、マイクロプロセッサ９２はステップ２６
２へ分岐する。ステップ２６２の間に、マイクロプロセ
ッサ９２は書込みの結果としてクリーンアップが必要で
あるか否かの評価を強制する。マイクロプロセッサ９２
は、以下に詳細に説明する「Ｅｎａｂｌｅ ＣＳＭ」と
名付けられたサービスを呼び出すことによりこれを実行
する。これを実行したならば、マイクロプロセッサ９２
はステップ２３４へ進んで、制御を呼び出し側に戻す。

【００８８】Ｃ．書込み時のメモリスペースの割当て ＦＬＡＳＨアレイ６２の内部でのメモリスペースの割当
ては複雑で重大なタスクである。メモリスペースを割当
てなければならないだけでなく、性能劣化を阻止するた
めに適切な記憶場所を選択しなければならない。セクタ
書込みについて１つのブロックを選択することは、潜在
的に、４つの主要な決定を含む。第１に、書込みを可能
にするのに十分なＦＬＡＳＨメモリ予約があるか？第２
に、現在セクタを記憶するために現在プロセスが最前に
割当てられたブロックの中に十分な空きメモリがあるか
？その第２の質問に対する返答がノーであれば、第３と
第４の質問を尋ねなければならない。セクタデータを記
憶するのに十分な空きＦＬＡＳＨメモリをもつブロック
は存在しているか？そのブロックはこのセクタを記憶す
べき適切なブロックであるか？

【００８９】ブロックが適切なブロックであるか否かは
いくつかの要因によって決まるので、第４の決定は難し
い決定である。第１に、選択されるブロックは使用中の
チップの対に含まれることができない。使用中のチップ
対で待機することは、ＣＰＵ５２からの指令が従ってい
る速度を遅くしてしまうので、それを回避する。第２
に、選択されるブロックはクリーンアップの目標となっ
ているブロックの中にあってはならない。クリーンアッ
プの目標となっているブロックに書込むデータは全く別
の場所に位置指定されなければならないであろう。第３
に、選択されるブロックは別のプロセスに割当てられた
のと同じチップ対の中にあってはならない。これはデー
タ断片化を回避する。データ断片化は最終的にはフォア
グラウンド消去と、電力効率の減少という結果をもたら
す。データ断片化は、ＦＬＡＳＨアレイ６２の全体にわ
たるクリーンセクタ、ダーティセクタ及び空きセクタの
無作為な分布を表わす。メモリスペースの予約が少ない
場合、データ断片化は固体ディスクの性能には重大な危
険である。ＣＰＵ５２により開始された書込みをクリー
ンアップにより開始された書込みとは異なるチップ対に
割当てることにより、ダーティセクタは１つのグループ
にまとまるようになるであろう。これで、クリーンアッ
プ中にブロックからコピーしなければならないセクタの
数は減少するので、電力効率とクリーンアップ性能は向
上する。

【００９０】図１０、１１は、ホスト書込み又はクリー
ンアップのために使用しうるメモリを割当てるアルゴリ
ズムの流れ図である。図示されているアルゴリズムはセ
クタ１６２に属する。書込むべきセクタのサイズと、呼
び出し側の型とが与えられれば、割当てアルゴリズムは
十分なメモリを位置指定し且つ予約する。予約した記憶
場所は将来のアルゴリズムによる参照に備えてＲＡＭに
記憶される。

【００９１】図１０、１１の割当てアルゴリズムを使用
すると、いくつかの結果が起こりうる。まず、最大の関
心をもたらす結果、すなわち、メモリを割当てる場合に
ついて考える。その他の結果については後に考慮する。
メモリの割当ては、メモリがクリーンアップのために要
求されたのか又はホスト書込みのために要求されたのか
を判定することによって始める。クリーンアップが空き
物理メモリを要求する場合、マイクロプロセッサ９２は
ステップ２８２へ進む。これに対し、ホストＣＰＵ５２
がメモリを要求した場合には、マイクロプロセッサ９２
は利用可能なメモリ予約を考慮して書込みを許可すべき
か否かを決定しなければならない。この判定はステップ
２７２から２８０で起こる。

【００９２】マイクロプロセッサ９２は、ステップ２７
２で、所望のサイズのセクタを書込んだ後に利用可能な
予約はどのようなものになるかを計算することにより、
その判定を開示する。ここでいう「予約」はＦＬＡＳＨ
アレイ６２の中の空きメモリとダーティメモリの双方を
指し、また、「セクタのサイズ」はデータと見出しの双
方のサイズを含む。次に、利用可能な予約を第１の警告
レベルＦＬＡＳＨ Ｗａｒｎ １と比較する。一実施例
では、ＦＬＡＳＨ Ｗａｒｎは１９ブロック分の予約を
表わす。利用可能な予約がＦＬＡＳＨ Ｗａｒｎ １を
越えると、マイクロプロセッサ９２はステップ２７３へ
進む。そこで、マイクロプロセッサ９２は予約状態が受
け入れ可能であることを指示する。その後、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ２８２へ進む。これに対し、利
用可能な予約がＦＬＡＳＨ Ｗａｒｎ １を越えない場
合には、マイクロプロセッサ９２はそれらの予約をさら
に詳細に検査するように進んでゆく。しかしながら、ま
ず、マイクロプロセッサ９２は、ステップ２７４で予約
状態をＦＬＡＳＨ Ｗａｒｎ １に設定することによ
り、予約が第１の警告レベル以下に落ちたことを報知す
る。

【００９３】ステップ２７５では、書込み後に残留して
いる利用可能な予約を第２の警告レベルＦＬＡＳＨ Ｗ
ａｒｎ ２と比較する。一実施例では、ＦＬＡＳＨ Ｗ
ａｒｎ ２は１１ブロック分の予約を表わす。書込み後
の利用可能な予約がこの第２の警告レベルを越えている
ならば、マイクロプロセッサ９２はステップ２８２へ分
岐する。そうでない場合には、マイクロプロセッサ９２
はステップ２７６へ進む。そこで、予約が第２の警告レ
ベル以下に落ちたことを指示するために予約状態をリセ
ットする。

【００９４】マイクロプロセッサ９２は、ステップ２７
８で、利用可能な予約を第３の警告レベルｓｔａｎｄｂ
ｙと比較することにより、利用可能な予約を再評価す
る。一実施例ではｓｔａｎｄｂｙは２ブロック分の予約
を表わす。書込みの後に利用可能な予約がｓｔａｎｄｂ
ｙを越えるならば、マイクロプロセッサ９２はステップ
２８２へ分岐することにより書込みを実行させる。利用
可能な予約がｓｔａｎｄｂｙを越えない場合には、マイ
クロプロセッサ９２はステップ２７９へ進む。そこで、
予約状態をｓｔａｎｄｂｙに設定される。その結果、ホ
ストＣＰＵ５２によりセクタが解放されるまで、ＣＰＵ
５２によるそれ以上の書込みは許可されなくなる。次
に、ステップ３０４で、制御を呼び出し側に戻す。

【００９５】マイクロプロセッサ９２は、データスペー
ス８６の中に書込むべきセクタデータを記憶するのに十
分な空きメモリをもつブロックを探索することをステッ
プ２８２をもって開始する。マイクロプロセッサ９２は
１組のブロックチェーンを使用して１つのブロックを探
索する。図１２には、そのうち２つのブロックチェーン
を示す。象徴的にいうならば、ブロックチェーン３２０
は固体ディスク６０中の各チップ対（ＣＰ_M） のブロッ
ク１を一体に連鎖する。同様に、ブロックチェーン３２
２は各チップ対（ＣＰ_M） のブロック１５を一体に連係
している。図示してはいないが、ブロック２から１４も
同様のチェーンとして連係されている。図示したように
ブロックを連鎖させることは必要であるが、データのセ
クタをチップ対境界にまたがって分布させる。これは受
動的な摩耗均等化を実現し、能動的な摩耗均等化をほぼ
不要にする。

【００９６】マイクロプロセッサ９２はＲＡＭに記憶さ
れているポインタと関連してブロックチェーンを使用す
る。マイクロプロセッサ９２は最前に各呼び出し側に割
当てられたチップとブロックを記憶する。次に同一のプ
ロセスがセクタを書込もうとしたときには、割当てアル
ゴリズムは、まず、そのプロセスに最前に割当てられた
ブロックを検査する。これは関連するデータ「ファイ
ル」を隣接メモリスペースに保持するのを助けると共
に、データ断片化のおそれを減少させるのを助ける。マ
イクロプロセッサ９２が呼び出し側ごとにブロックを探
索するにつれて、呼び出し側のポインタはブロックチェ
ーンを循環してゆく。呼び出し側ごとに、ＲＡＭに記憶
されている開始ポインタは異なるので、データ断片化の
回避を助ける。各ポインタは独自の速度でブロックチェ
ーンを巡って動く。加えて、各ポインタは、空きメモリ
の可用度に従って、異なる速度でブロックチェーンから
ブロックチェーンへと移行する。２つのポインタがチェ
ーン中の同一のブロックを指示することは決してない。

【００９７】このようにブロックチェーンを理解した上
で、図１０、１１の割当てアルゴリズムに従った十分な
メモリをもつブロックの位置指定に戻って再び論じる。
ステップ２８２では、マイクロプロセッサ９２は利用可
能スペースを求めてどのブロックチェーンをも検査した
か否かを判定する。まだ、２つ以上のブロックチェーン
を検査していないときは、マイクロプロセッサ９２はス
テップ２８２からステップ２８４へ分岐する。

【００９８】ステップ２８４では、マイクロプロセッサ
９２は利用可能スペースを求めて現在ブロックチェーン
中のどのチップをも探索したか否かを判定する。探索し
ていなければ、現在ブロックチェーンからチップを選択
する。ブロックチェーンで選択される第１のチップは、
同一のプロセスにより最前に割当てられたチップであ
る。従って、ＣＰＵ５２が最前にＣＰ３、ブロック５に
セクタを書込んだ場合、次の書込みで検査される第１の
ブロックはＣＰ３、ブロック５になるであろう。ブロッ
クを選択したならば、マイクロプロセッサ９２はステッ
プ２８６へ分岐する。

【００９９】ステップ２８６では、現在チップ対が使用
中であるか否かを知るために、マイクロプロセッサ９２
は現在チップ対の状態レジスタを問い合わせる。そのチ
ップが使用中であれば、マイクロプロセッサ９２はステ
ップ２８８へ分岐する。ステップ２８８８では、マイク
ロプロセッサ９２は現在ブロックチェーンにおける次の
チップを選択する。たとえば、ステップ２８４でチップ
対３、ブロック５が選択された場合には、チップ対４、
ブロック５を選択することになる。これを実行したなら
ば、マイクロプロセッサ９２はステップ２８４に戻る。

【０１００】ステップ２８４では、マイクロプロセッサ
９２は現在ブロックチェーンにおけるどのブロックをも
探索したか否かを知るために再び検査を実行する。これ
は検査すべきチェーンの第２のブロックであるので、マ
イクロプロセッサ９２は再びステップ２８６へ進む。こ
こで、マイクロプロセッサ９２は、現在チップ対が使用
中であるか否かを判定する。使用中であるならば、マイ
クロプロセッサ９２は先に説明したようにステップ２８
８及び２８４を通って進む。これに対し、現在チップ対
が使用中でない場合には、マイクロプロセッサ９２はス
テップ２８９へ進む。

【０１０１】マイクロプロセッサ９２は、現在選択され
たチップ対が別の呼び出し側に割当てられているか否か
を判定する。マイクロプロセッサ９２は、他の呼び出し
側に関してＲＡＭに記憶されているチップ及びブロック
を現在選択されたチップ及びブロックと比較することに
より、ステップ２８９でこれを実行する。たとえば、呼
び出し側はＣＰＵ５２であり且つそれにチップ対４、ブ
ロック４が割り当てられていると仮定する。クリーンア
ップ状態機械１にチップ対４の１つのブロックが割当て
られた場合、マイクロプロセッサ９２はチップ対４の中
のメモリスペースをＣＰＵ５２に割当てない。この状況
で、マイクロプロセッサ９２はステップ２９０へ進む。
ステップ２９０では、現在ブロックチェーンにおける別
のブロックを選択する。マイクロプロセッサ９２はステ
ップ２９２からステップ２８４に戻る。

【０１０２】以前にそのメモリが割当てられるであろう
ということを仮定しているので、マイクロプロセッサ９
２はステップ２８４、２８６及び２８９を通過すること
により、最終的にはステップ２９１に至る。ステップ２
９１では、マイクロプロセッサ９２は現在ブロック選択
が別のブロックをクリーンアップの目標としているチッ
プの一部であるか否かを判定する。一部であるならば、
プログラムのために消去を延期できない限り、現在ブロ
ック選択は望ましくない。そうでない場合には、消去に
よりセクタの書込みは遅延されるであろう。これを回避
するために、マイクロプロセッサ９２はステップ２９２
で現在ブロックチェーン中の別のチップを選択する。次
に、ステップ２８４〜２９１を再び分岐することによ
り、そのブロックの適否を判定する。

【０１０３】クリーンアップに含まれないブロックを位
置指定したとき、マイクロプロセッサ９２はステップ２
９３に到達する。ここで、マイクロプロセッサ９２は、
シーク方式と一致した現在ブロックのＢＳＴＴ８４に別
の見出しを書込むことができるか否かを判定する。たと
えば、一実施例では、シークごとに最大限８つの見出し
を検査し且つ使用する見出しポインタはわずか２５６で
あるものとすれば、どのＢＳＴＴにも２０４７個の見出
しのみを書込めるであろう。最大数の見出しを既にＢＳ
ＴＴ８４に書込んだならば、別のブロックを選択しなけ
ればならない。マイクロプロセッサ９２はステップ２９
４へ分岐することによりそれを実行する。そうでない場
合には、マイクロプロセッサ９２はステップ２９５へ分
岐することにより現在ブロックの評価を継続する。

【０１０４】ステップ２９５では、マイクロプロセッサ
９２は、現在ブロックのデータスペース８６の中にセク
タを記憶するのに十分なメモリが存在しているか否かを
判定する。圧縮によってセクタのサイズは変化するた
め、この検査が必要なのである。その結果、データスペ
ース８６に記憶できるセクタの数が変化する。データス
ペース８６が書込むべきセクタを記憶するのに十分なメ
モリを含んでいない場合、マイクロプロセッサ９２は別
のブロックを選択しなければならない。マイクロプロセ
ッサ９２はステップ２９６でこれを実行する。

【０１０５】セクタを記憶するのに十分な余地をもつブ
ロックを位置指定したならば、マイクロプロセッサ９２
はセクタデータを現在ブロックに割当てる前に１つの最
後の検査を実行する。ステップ２９７では、ブロックの
良否を判定するために、マイクロプロセッサ９２はブロ
ックのブロック属性データ９０を検査する。ブロックが
不良であれば、マイクロプロセッサ９２はステップ２９
８へ進んで、現在ブロックチェーンにある別のチップを
選択する。これに対し、ブロックが合格である場合に
は、適切なブロックが最終的に見出されたことになる。
マイクロプロセッサ９２はステップ２９９へ分岐するこ
とにより応答する。

【０１０６】ステップ２９９では、将来の参照に備え
て、マイクロプロセッサ９２は選択したばかりのチップ
とブロックをＲＡＭに記憶する。ステップ３００へ分岐
することにより、マイクロプロセッサ９２は最終的には
書込むべきセクタのためのメモリを割当てる。マイクロ
プロセッサ９２は、選択したブロックのＢＳＴＴ８４に
ブロックセクタオフセットを書込むことによりこれを実
行する。マイクロプロセッサ９２はステップ３０１でＦ
ＬＡＳＨアレイデータベース９３を更新する。ＦＬＡＳ
Ｈアレイ６２と、チップ及びブロックにおける空きメモ
リの総量（ＴＦＦＡ，ＴＦＦＣ（Ｃ_M）及びＴＦＦＢ
（Ｂ_N））をセクタのサイズだけ減少させる。データベ
ースの更新が完了すると、マイクロプロセッサ９２はス
テップ３０２へ分岐する。

【０１０７】最後に、ステップ３０２で、チップ、ブロ
ック及び見出しに対するオフセットを呼び出し側に戻
る。ここでいう「見出しに対するオフセット」又は「見
出しオフセット」は、ブロックの最上位部分から見出し
の最上位部分までのオフセットを表わす。割当てが完了
すると、ステップ３０４で制御は呼び出し側に戻る。

【０１０８】図１０、１１のアルゴリズムを使用してメ
モリスペースを割当てることができないいくつかの状況
がある。おそらくは、固体ディスク６０が待機モードに
あるためか又は適切なブロックを位置指定できないため
に、メモリを割当てられないのであろう。どこで、どの
ように、メモリの割当てが不可能であるという決定が下
されようとも、マイクロプロセッサ９２はステップ３０
６へ向かう。

【０１０９】ステップ３０６では、マイクロプロセッサ
９２はメモリの割当てが不可能であることを矯正できる
か否かを判定する。それは、メモリスペースを要求した
呼び出し側によって決まる。呼び出し側がＣＰＵ５２で
ある場合、マイクロプロセッサ９２はステップ３０８へ
進む。これに対し、メモリスペースを要求している呼び
出し側が２つのクリーンアップ状態機械の一方である場
合には、マイクロプロセッサはステップ３１０へ分岐す
る。呼び出し側がＣＰＵ５２である場合、メモリの割当
てが不可能であることをフォアグラウンドクリーンアッ
プにより矯正できる。そこで、ステップ３０８では、マ
イクロプロセッサ９２はフォアグラウンドクリーンアッ
プを開始させる。その結果、ＣＰＵ５２の書込み指令の
いずれかに従って動作を実行することになるので、ＣＰ
Ｕ５２は相対的に長い時間にわたって待機しなければな
らない。

【０１１０】メモリを割当てることができず且つ呼び出
し側がクリーンアップ状態機械の一方である場合には、
実行すべきことはほとんどない。以下に詳細に説明する
ように、フォアグラウンドクリーンアップは２つ以上の
クリーンアップ状態機械を使用する。一実施例では、フ
ォアグラウンドクリーンアップは２つのクリーンアップ
状態機械を使用する。第１のクリーンアップ状態機械は
ブロックを消去し始めるまで中断なく動作する。消去を
開始した時点で、第２のクリーンアップ状態機械が始動
する。しかしながら、第１のクリーンアップ状態機械に
よる消去のために余りに多くの数のブロックが利用不可
能であるので、第２のクリーンアップ状態機械にメモリ
を割当てることは不可能であろう。第１のクリーンアッ
プ状態機械によるクリーンアップが完了したときには、
大量の空きメモリが形成されているので、これは重大な
危険ではない。マイクロプロセッサ９２は、ステップ３
１０で、呼び出し側のクリーンアップ状態機械の状態を
アイドル状態に変化させることにより、その事象を待機
するよう準備する。次に、ステップ３０４で、マイクロ
プロセッサ９２は制御を呼び出し側に戻す。

【０１１１】図１３、１４は、ホスト書込みに際して空
き物理メモリを割当てる別の方法を流れ図の形で示す。
図１０、１１の方法と同様に、書込みを割当てるべきブ
ロックの選択は４つまでの決定を含むと思われる。メモ
リを割当てるための決定のうち２つは図１０、１１の方
法に従って実行されるのとほぼ同じ方式で実行される。
それらの決定は、 １．書込みを許可するのに十分な予約メモリが存在して
いるか？ ２．ブロックは書込みを割当てるのに適切なブロックで
あるか？ の２つである。図１３、１４の方法は、図１０、１１の
方法で行われていたように、書込むべきデータのセクタ
を記憶するのに十分なメモリを有する第１のブロックを
選択するのではなく、最も多くの量の空きメモリを有す
る新たなブロックをホスト書込みの割当てのために選択
することにより、ホスト書込みに対するデータのコヒー
レンシーを増大させる。最も多くの量の空きメモリをも
つブロックを選択する結果として、別のデータのセクタ
を記憶するのに空きメモリが不十分になるまで書込みは
選択したブロックに割当てられるようになるので、より
多くの量のホストデータが同じブロックに存在するので
ある。この割当ての方法はデータのコヒーレンシーを増
大させる。

【０１１２】ステップ１２０２では、要求されたセクタ
を書込んだ後にフラッシュアレイ６２内部の最小限のメ
モリ予約が維持されるであろうか否かを判定することに
より、空き物理メモリの割当てが始まる。維持されない
のであれば、ステップ１２０４で、固体ディスク６０は
ＦＬＡＳＨ ＳＴＡＮＤＢＹにあることをホストＣＰＵ
５２に報知する。ホストＣＰＵ５２が最小限のメモリ予
約に達するのに十分なメモリを解放するまで、それ以上
のホスト書込みは許可されない。これに対し、最小限の
メモリ予約が利用可能である場合には、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ１２０５へ進む。

【０１１３】データのコヒーレンシーを増大させ且つデ
ータ断片化の可能性を減少させるために、ステップ１２
０５で、マイクロプロセッサ９２はホストデータが最前
に書込まれたブロックにセクタを割当てようと試みる。
簡略にするため、このブロックを「前のブロック」と呼
ぶ。まず、マイクロプロセッサ９２はどのブロックが前
のブロックであるかを確定し、データベース９３を参照
することにより、先のブロックに残っている空きメモリ
の量を確認する。前のブロックにある空きメモリの量が
セクタのサイズ以上である場合、セクタを前のブロック
に書込む。その場合、マイクロプロセッサ９２は先のス
テップ１２６２へ分岐して、前のブロックのメモリを予
約する。これに対して、前のブロックの空きメモリが不
十分である場合には、マイクロプロセッサ９２はステッ
プ１２０６へ分岐する。

【０１１４】ステップ１２０６、１２０８及び１２１０
では、マイクロプロセッサ９２は１つのブロックの選択
で使用される変数を初期設定する。それらのステップの
間に、Ｍｏｓｔ Ｆｒｅｅ Ｂｌｏｃｋ，Ｍｏｓｔ Ｆ
ｒｅｅ Ｃｈｉｐ，Ｇｒｅａｔｅｓｔ Ｓｃｏｒｅ及び
Ｍｏｓｔ Ｆｒｅｅを初期設定することになる。Ｍｏｓ
ｔ ＦｒｅｅはＭｏｓｔ Ｆｒｅｅ Ｂｌｏｃｋの中の
空きフラッシュメモリの量を表わす。その後、マイクロ
プロセッサ９２はステップ１２１２へ進む。

【０１１５】ステップ１２１２はＦＬＡＳＨアレイ６２
中の各ブロックのブロックごとの評価を開始する。ま
ず、ステップ１２１４〜１２３０で、各ブロックの適否
を判定するために各ブロックを検査する。ブロックが適
切であるとわかれば、ステップ１２３２〜１２４０で、
そのブロックに関わるスコアを生成することにより、そ
のブロックにセクタ書込みを割当てる所望度を確定す
る。次に、ブロックごとのスコアをＧｒｅａｔｅｓｔ
Ｓｃｏｒｅと比較する。そのスコアがＭｏｓｔ Ｆｒｅ
ｅを越えれば、ステップ１２４２〜１２４８において、
現在ブロックの値を反映するために、Ｍｏｓｔ Ｆｒｅ
ｅ，Ｍｏｓｔ Ｆｒｅｅ Ｂｌｏｃｋ及びＧｒｅａｔｅ
ｓｔ Ｓｃｏｒｅを全て改訂する。

【０１１６】ブロックの選択は、ステップ１２１２で、
全てのブロックを検査したか否か、従って、割当てのた
めに１つのブロックを選択したか否かを判定することに
より始まる。マイクロプロセッサ９２は、全てのチップ
対を探索したか否かを判定することによりこれを実行す
る。まず最初にステップ１２１２を通過して、マイクロ
プロセッサ９２は検査のために１つのブロックを選択
し、一対だけではないチップが検査されているために、
ステップ１２１４へ分岐する。

【０１１７】ステップ２８６では、マイクロプロセッサ
９２は、チップ対が使用中であるか否かを知るために、
現在を含めた現在チップ対の状態レジスタを問合わせ
る。そのチップ対が使用中であれば、相対的に長い期間
にわたりそのチップ対は利用不可能になる。このため、
マイクロプロセッサ９２はステップ１２１２へ分岐し
て、現在ブロックが使用中のチップ対の一部であるとき
に別のブロックを選択する。そうでない場合には、マイ
クロプロセッサ９２はステップ１２１６へ進む。

【０１１８】ステップ１２１６では、マイクロプロセッ
サ９２は、現在ブロックがクリーンアップの目標となっ
ている別のブロックを含むチップ対の一部であるか否か
を判定する。一部であれば、プログラムのために消去を
延期できない限り、現在ブロックを選択することは望ま
しくない。そうでない場合には、セクタの書込みは消去
により遅延されてしまうであろう。これを回避するため
に、マイクロプロセッサ９２はステップ１２１２に戻っ
て、別のブロックを選択する。クリーンアップの目標と
なっているチップ対に含まれない現在ブロックが選択さ
れたときには、マイクロプロセッサ９２はステップ１２
１８へ進む。

【０１１９】ステップ１２１８の間、マイクロプロセッ
サ９２は、現在選択されたブロックチップ対のメモリが
最近にクリーンアップ状態機械に割当てられていたか否
かを判定する。そのようなブロックの選択はデータ断片
化のおそれを大きくするために、ホスト書込みに対して
は不適切である。マイクロプロセッサ９２は、クリーン
アップ状態機械についてＲＡＭに記憶されているチップ
及びブロックを現在選択されたチップ及びブロックと比
較することにより、この決定を実行する。たとえば、現
在ブロック選択がチップ対４、ブロック４であると仮定
する。チップ対４の１つのブロックがクリーンアップ状
態機械１に割当てられると、マイクロプロセッサ９２は
チップ対４の中のメモリスペースをＣＰＵ５２に割当て
ない。これらの状況においては、マイクロプロセッサ９
２はステップ１２１２へ戻り、別のブロックを選択す
る。

【０１２０】ステップ１２２０では、マイクロプロセッ
サ９２は、ブロックの良否を判定するために、現在ブロ
ックに関わるブロック属性データ９０を検査する。不良
であれば、マイクロプロセッサ９２はステップ１２１２
へ進み、別のブロックを選択する。これに対し、ブロッ
クが適切なブロックである場合には、マイクロプロセッ
サ９２は現在ブロックの適否の評価を継続することによ
り応答する。ステップ１２３０は、現在ブロックのＢＳ
ＴＴ８４にスペースが残っているか否かをアクセスし
て、現在ブロックが適切なブロックであるか否かを判定
する際の最終ステップである。ＢＳＴＴ８４に最大数の
見出しが既に書込まれているならば、別のブロックを選
択しなければならない。

【０１２１】ステップ１２３０からステップ１２３２へ
出ることは、現在ブロックがホスト書込みの割当てにつ
いて適切であることを意味している。そこで、マイクロ
プロセッサ９２はいくつかの係数する包含する総スコア
により表わされている現在ブロックの所望度を評価し始
める。考慮される第１の係数は、現在ブロックの中の空
き語の総数ＴＦＦＢ_C である。このＴＦＦＢ_C に第１の
重みを乗算するのであるが、第１の重みの値は他の重み
の値より相当に大きくすべきである。これはブロックの
選択を最大量の空き物理メモリをもつブロックへ向かわ
せる。

【０１２２】マイクロプロセッサ９２は、ステップ１２
３４へ分岐することにより所望度の評価を継続する。マ
イクロプロセッサ９２は、ＴＤＦＣとして表わされる現
在チップ対の中のダーティメモリの量をＴＰＤＦＣとし
て表わされる現在チップ対の中のダーティメモリの可能
総量から減算することにより、現在ブロックが将来のク
リーンアップによる影響を受ける確率を検査する。次
に、この演算の剰余に重み２を乗算して、Ｒｕｌｅ ２
を生成する。ＴＤＦＣが小さいほど、Ｒｕｌｅ２は大き
くなり、現在チップ対がクリーンアップのために直ちに
選択される確率は低くなる。現在ブロックの所望度は現
在ブロック中のダーティメモリの量ＴＤＦＢによっても
評価される。ステップ１２３５では、ＴＤＦＢに重み３
を乗算して、Ｒｕｌｅ ３を生成する。

【０１２３】現在ブロックの所望度をアクセスするに際
して評価されるもう１つの係数は、アレイ６２中の最大
サイクルカウントと比較される現在ブロックの番号サイ
クルカウントである。「Δサイクルカウント」と表わさ
れるこの係数にステップ１２３６において重み４を乗算
する。この係数はブロックの選択をサイクルカウントの
少ないブロックへ向かわせ、その結果、受動的摩耗均等
化が実現する。マイクロプロセッサは現在ブロックの所
望度の第５の、そして、最後の係数をステップ１２３８
でアクセスする。この係数は、現在チップ中の他のいず
れかのブロックが割当てられていないかどうかというも
のである。これも、セクタデータをチップ境界にまたが
って拡散させることにより幾分かの摩耗均等化を実現す
る。この係数に重み５を乗算して、Ｒｕｌｅ ５を生成
する。

【０１２４】ステップ１２４０では、マイクロプロセッ
サはＲｕｌｅ １、Ｒｕｌｅ ２、Ｒｕｌｅ ３、Ｒｕ
ｌｅ ４及びＲｕｌｅ ５を加算することにより現在ブ
ロックの総スコアを生成する。次に、マイクロプロセッ
サ９２はこの総スコアをＧｒｅａｔｅｓｔ Ｓｃｏｒｅ
と比較する。総スコアがＧｒｅａｔｅｓｔ Ｓｃｏｒｅ
を越えていれば、現在ブロックはそれまでに評価したブ
ロックの中で最も望ましいブロックである。従って、ス
テップ１２４４、１２４６及び１２４８で、現在ブロッ
クの値を反映するために改訂する。その後、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ１２１２に戻り、ＦＬＡＳＨア
レイ６２の別のブロックを評価する。

【０１２５】全てのブロックを評価し終わった後、マイ
クロプロセッサ９２はステップ１２５０へ分岐する。そ
こで、最も空きの多いブロックの中にＣＰＵ５２が書込
みを希望するデータのセクタを記憶するのに十分な空き
メモリが存在しているか否かを判定する。存在している
ならば、ステップ１２６２へ分岐することにより割当て
は進行する。そうでない場合には、マイクロプロセッサ
９２はステップ１２６０へ分岐する。

【０１２６】ステップ１２６０に入るということは、現
在セクタを記憶するのに十分な空きメモリをもつブロッ
クを位置指定できるようになる前にＦＬＡＳＨアレイ６
２をクリーンアップしなければならないことを意味して
いる。そこで、マイクロプロセッサ９２はフォアグラウ
ンドクリーンアップを開始する。ブロックをクリーンア
ップしたならば、マイクロプロセッサ９２はステップ１
２１２に戻り、割当てのために別のブロックを選択す
る。

【０１２７】最終的には、データのセクタを記憶するの
に十分なスペースをもつブロックを識別し、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ１２６２に到達する。データの
セクタに対するメモリスペースの割当ては、本格的に
は、Ｍｏｓｔ Ｆｒｅｅ ＢｌｏｃｋのＢＳＴＴ８４の
中の次に利用可能な見出しを識別することにより始ま
る。次に、ステップ１２６４で、そのセクタに関わる適
切なブロックセクタオフセットをその見出しに書込む。
その後、アレイ、Ｍｏｓｔ Ｆｒｅｅ Ｃｈｉｐ及びＭ
ｏｓｔ Ｆｒｅｅ Ｂｌｏｃｋにある空きフラッシュの
総量をセクタのサイズだけ減少させる。最後に、ステッ
プ１２６６では、マイクロプロセッサは書込むべきデー
タのセクタと現在関連しているチップ、ブロック及び見
出しに対するオフセットを指示する。

【０１２８】 Ｄ．セクタのバージョンをダーティとマークする動作 図１５は、セクタ１６２により実現される、セクタをダ
ーティとマークする動作のアルゴリズムを流れ図の形で
示す。このアルゴリズムは書込みの間、クリーンアップ
中及びセクタ見出し変換テーブル９４の作成中に有用で
ある。

【０１２９】ダーティとマークするアルゴリズムは、ダ
ーティとマークすべきセクタデータに関わるチップ、ブ
ロック及び見出しに対するオフセットという３種類の情
報を要求する。この情報を与えられたときのステップ３
２０におけるマイクロプロセッサ９２の第１のタスク
は、そのバージョンのセクタデータを記憶するチップ対
の利用度を確定することである。従って、ステップ３２
０では、マイクロプロセッサ９２は適切なチップ対と関
連する状態レジスタを読取る。チップ対が使用中であれ
ば、マイクロプロセッサ９２はステップ３２２へ分岐す
る。これに対して、チップ対が使用中でない場合には、
マイクロプロセッサ９２はステップ３２４へ分岐する。

【０１３０】ステップ３２２に入るということは、所望
のセクタが利用不可能であることを表わしている。クリ
ーンアップはチップ対の不利用度についての唯一可能な
説明である。クリーンアップを終了するのを待つのでは
なく、マイクロプロセッサ９２はセクタの前のコピーを
ダーティとマークするための注釈を象徴的に残す。マイ
クロプロセッサ９２は、ダーティとマークすべきセクタ
データのチップ、ブロック及び見出しに対するオフセッ
トをキャッシュすることにより、これを実行する。クリ
ーンアップが完了したとき、キャッシュを検査し、セク
タをダーティとマークする。その後、マイクロプロセッ
サ９２はステップ３２６へ分岐して、その呼び出し側に
制御を戻す。

【０１３１】セクタデータの前のコピーを記憶している
チップ対が使用中でない場合には、マイクロプロセッサ
９２はステップ３２０からステップ３２４へ進む。そこ
で、マイクロプロセッサ９２はチップブロック及びオフ
セットにより指示されるセクタのコピーをダーティとマ
ークする。データのセクタは、セクタの見出しの属性語
の中のダーティビットを０にセットすることにより、ダ
ーティとマークされる。これを実行したならば、マイク
ロプロセッサ９２はステップ３２６へ進み、制御を呼び
出し側に戻す。

【０１３２】III． 固体ディスクのクリーンアップ 固体ディスクドライブ６０は、データのセクタが改訂さ
れるたびに、前の記憶場所を消去し且つ改訂したデータ
をその同じ物理記憶場所に書込むのではなく、そのデー
タのセクタを新たな記憶場所に書込むことにより、従来
の磁気ディスクドライブに近い書込み速度を達成する。
これを実行した結果、固体ディスク６０にダーティセク
タがまき散らされることになる。ダーティセクタが占め
ているメモリスペースを回復することはクリーンアップ
を指定する。若干異なる言いかたをすれば、固体ディス
ク制御装置６４の書込み慣例によれば、ダーティセクタ
を空きメモリに変換する必要がある。

【０１３３】簡単に説明すると、クリーンアップは３つ
の主要タスクを含む。第１に、クリーンアップの焦点と
してブロックを選択する。第２に、有効ユーザーデータ
のセクタを焦点ブロックから宛先ブロックと呼ばれる他
のブロックにコピーする。第３に、全ての有効セクタを
焦点ブロックからコピーした後、焦点ブロックを消去
し、ダーティセクタを空きメモリに変換する。クリーン
アップは、一般にバックグラウンドプロセスである。Ｆ
ＬＡＳＨアレイ６２に対する読取りと書込みは、通常
は、バースト単位で起こるので、クリーンアップはバッ
クグラウンドプロセスとしてランすることができる。そ
の結果、マイクロプロセッサ９２が自在にクリーンアッ
プするときの期間は相対的に長い。

【０１３４】クリーンアップは、クリーンアップ状態機
械と呼ばれる有限状態機械により管理される。すなわ
ち、クリーンアップは互いに連鎖する限られた数の状
態、すなわち、アルゴリズムを使用して実行される。各
々のクリーンアップ状態は次の状態を指示し、各状態を
実際には別の状態に連鎖してゆく。各状態はＣＰＵ９２
の実行時間として５００μ秒以上を要さない。バックグ
ラウンドクリーンアップは単一のクリーンアップ状態機
械を使用し、ホストインタフェース１５２が不作動状態
であるときに限って実行時間を許可される。これとは対
照的に、固体ディスク６０のフォアグラウンドクリーン
アップの間には、２つのクリーンアップ状態機械が同時
にランする。書込み要求に対して空きメモリが不足して
いるためにＣＰＵ５２からの書込み指令を実行できない
とき、クリーンアップはフォアグラウンドタスクにな
る。

【０１３５】バックグラウンドクリーンアップとフォア
グラウンドクリーンアップは共に固体ディスク制御装置
１１４のクリーンアップオブジェクト１６４により処理
される。図１５は、クリーンアップオブジェクト１６４
の高レベルアルゴリズムをブロック線図の形で示す。ア
ルゴリズムはＣＳＭイネーブル３４０と、クリーンアッ
プ強制３４２と、マルチクリーンアップ強制３４４と、
１状態実行３４６と、条件調整までマルチＣＳＭ実行３
４８とを含む。バックグラウンドクリーンアップは、Ｃ
ＳＭイネーブルアルゴリズム３４０が呼び出されたとき
に始まる。ＣＳＭイネーブル３４０は、固体メモリディ
スク６０にホストが書込むたびに呼び出される。たとえ
ば、ＣＳＭイネーブル３４０は図１０、１１の書込みア
ルゴリズムステップ２６０で呼び出される。ＣＳＭイネ
ーブル３４０はＣＳＭ次状態ポインタをクリーンアップ
状態に設定することによりクリーンアップ状態機械を起
動する。

【０１３６】その第１のクリーンアップ状態の実行は、
トップレベルスケジューラ１５０がクリーンアップにＣ
ＰＵ９２の時間を割当てるたびに起こる。トップレベル
スケジューラ１５０は１状態実行アルゴリズム３４６を
呼び出すことによりこれを実行する。１状態実行３４６
はＣＳＭ次状態ポインタにより指示される状態を呼び出
す。その状態は、どちらの状態であれ、ＣＰＵ９２の状
態を引き渡すのに先立って、次状態ポインタを変更す
る。従って、トップレベルスケジューラ１５０がクリー
ンアップに実行時間を割当てるたびに、１状態実行を呼
び出すことにより別のステップが実行されるのである。

【０１３７】フォアグラウンドクリーンアップはクリー
ンアップ１６４のサービス３４８を呼び出すことによっ
て始まる。条件調整までマルチＣＳＭ実行３４８は、書
込み要求に対して空きメモリを割当てることができない
ときに呼び出される。これは、それ以上の書込みを実行
する前に空きメモリを生成する必要があるという決定を
表わしている。条件調整までマルチＣＳＭ実行３４８
は、２つのクリーンアップ状態機械をイネーブルするこ
とによりこれを実行する。フォアグラウンドクリーンア
ップ及びバックグラウンドクリーンアップとは対照的
に、クリーンアップ強制３４２とマルチクリーンアップ
強制３４４の双方はＣＰＵ５２により呼び出される。ク
リーンアップ強制３４２は一方のクリーンアップ状態機
械をイネーブルし、また、マルチクリーンアップ強制３
４４は２つのクリーンアップ状態機械をイネーブルす
る。

【０１３８】Ａ．バックグラウンドクリーンアップ １．バックグラウンドクリーンアップの開始とクリーン
アップ状態の連係 バックグラウンドクリーンアップはＣＳＭイネーブル３
４０に対する呼び出しによって開始される。ＣＳＭイネ
ーブル３４０の流れ図を図１７に示す。ステップ３６０
におけるマイクロプロセッサ９２の第１のタスクは、ク
リーンアップ状態機械１が既に活動状態であるか否かを
判定することである。活動状態であれば、実行すべきこ
とは何もない。その場合には、マイクロプロセッサ９２
は何もせずにステップ３６１へ分岐する。クリーンアッ
プ状態機械１が活動状態でない場合、マイクロプロセッ
サ９２はステップ３６２へ分岐する。

【０１３９】ステップ３６２では、マイクロプロセッサ
９２はバックグラウンドクリーンアップを開始するため
に必要な２つの小さなタスクのうち第１のタスクを実行
する。そこで、マイクロプロセッサ９２は変数ＣＳＭ
１．ｓｔａｔｕｓを活動に設定することによりクリーン
アップ状態機械１（ＣＳＭ１）を活動状態にする。これ
を実行したならば、マイクロプロセッサ９２はステップ
３６４へ進む。次に、マイクロプロセッサ９２はバック
グラウンドクリーンアップをセットアップするために要
求される第２のタスクを実行する。これは、ＣＳＭ１の
次状態ポインタをクリーンアップが必要か否か評価状態
３８０に設定することにより実行される。次に、トップ
レベルスケジューラ１５０が１状態実行３４６を呼び出
したときに、バックグラウンドクリーンアップは始ま
る。そのジョブを実行したならば、マイクロプロセッサ
９２はステップ３６１へ分岐する。

【０１４０】図１８は、クリーンアップ状態機械の状態
を互いに連鎖するアルゴリズムである１状態実行３４６
の流れ図である。単一のアルゴリズムによって多数の状
態を連鎖させるメカニズムは、ＣＳＭ次状態ポインタで
ある。各々のクリーンアップ状態機械は独自の次状態ポ
インタを有しており、そのポインタはそれぞれの状態の
終了時に更新される。１状態実行３４６に入ると、マイ
クロプロセッサ９２は、ＣＳＭ２．ｓｔａｔｕｓを検査
することにより、第２のクリーンアップ状態機械ＣＳＭ
２が活動状態であるか否かを判定する。ＣＳＭ２が活動
状態でない場合、マイクロプロセッサ９２はステップ３
７０へ直接に分岐する。これに対し、フォアグラウンド
クリーンアップがちょうど終了しようとしているときに
は、その結果、ＣＳＭ２は活動状態になるであろう。こ
の場合、マイクロプロセッサ９２はステップ３６８でＣ
ＳＭ２の別の状態を実行する。次に、ステップ３７４で
制御を呼び出し側に戻す。

【０１４１】ＣＳＭ２がアイドル状態になると、ＣＳＭ
１が活動状態であれば、マイクロプロセッサ９２はＣＳ
Ｍ１に注意を集中する。マイクロプロセッサ９２はステ
ップ３７０でこの決定を実行する。ＣＳＭ１が非活動状
態であれば、実行すべきことは何もないが、ステップ３
７４で制御を呼び出し側に戻す。そうでない場合には、
ＣＳＭ１の次状態ポインタが指示している状態を実行す
る。その後、ステップ３７４で制御を呼び出し側に戻
す。

【０１４２】２．クリーンアップ状態機械の状態の概要 クリーンアップ中の事象の連鎖はどのようなものであろ
うか？簡単にいえば、クリーンアップはその種類にかか
わらず３つの主要タスクを含む。第１に、クリーンアッ
プの焦点として１つのブロックを選択する。第２に、良
セクタごとに、ユーザーデータを焦点ブロックから宛先
ブロックへ置き換える。ユーザーデータの置き換え自体
は複数のステップから成るプロセスであって、メモリの
割当てと、宛先ブロックへのセクタのコピーと、ＦＬＡ
ＳＨデータベース９３の更新とを要求する。第３に、全
てのユーザーデータを焦点ブロックからコピーし終わっ
た後に、焦点ブロックを消去し、ダーティセクタを空き
メモリに変換する。

【０１４３】図１９は、クリーンアップ状態機械の各々
の状態を示すことにより、クリーンアップの概要を表わ
している。図１９の中の丸印はクリーンアップ状態機械
の１つの状態、すなわち、１つのアルゴリズムを表わ
す。状態間の矢印は、１つの状態の終了時にＣＳＭ次状
態ポインタにより指示される次状態を表わす。バックグ
ラウンドクリーンアップは、状態３８０で、クリーンア
ップが必要であるか否かを評価することによって始ま
る。フォアグラウンドクリーンアップと、強制クリーン
アップの間には、クリーンアップが必要であるか否かの
評価を飛び越す。クリーンアップが必要でなければ、マ
イクロプロセッサ９２は状態３９６へ分岐する。これは
マイクロプロセッサ９２の制御をトップレベルスケジュ
ーラ１５０に戻す。これに対し、クリーンアップが必要
であると考えられる場合には、いくつかのブロックをク
リーンアップする。カウンタにより、選択された数のブ
ロックを指示する。その後、ＣＳＭ次状態ポインタによ
りマイクロプロセッサ９２は次状態３８２へ指示され
る。クリーンアップは、状態３８２で、クリーンアップ
のために焦点ブロックを選択することによって本格的に
始まる。次に、次状態ポインタはマイクロプロセッサ９
２を状態３８３へと指示する。

【０１４４】焦点ブロック中のダーティセクタをクリー
ンアップするのに先立って、ユーザーデータの有効セク
タを安全に再配置しなければならない。このタスクは、
焦点ブロック中のユーザーデータのあらゆるセクタが新
たな記憶場所へ安全にコピーされ終わるまで、状態３８
３、３８４、３８５、３８６及び３８８を通って繰り返
し分岐することを要求する。ユーザーデータの再配置
は、状態３８４で、ユーザーデータの１つの良セクタに
対して新たな物理記憶場所を位置指定することによって
始まる。新たな記憶場所として選択されるブロックを宛
先ブロックという。この用語に従えば、クリーンアップ
は１つの焦点ブロックを有するが、宛先ブロックは数多
くある。次に、ＣＳＭ次状態ポインタはマイクロプロセ
ッサ９２に状態３８５を指示する。

【０１４５】状態３８５では、焦点ブロックからセクタ
バッファ９８へセクタをコピーする。状態３８６では、
マイクロプロセッサ９２は有効セクタの一部をセクタバ
ッファから現在宛先ブロックにコピーする。バックグラ
ウンドクリーンアップがＣＰＵ５２からの読取り指令及
び書込み指令への応答に影響を及ぼすのを阻止するとい
う希望に従って、書込み速度が与えられたならば、一度
に有効セクタの一部のみをコピーすることになる。従っ
て、１つの有効セクタが宛先ブロックに完全にコピーさ
れる前に、マイクロプロセッサ９２は何度か状態３８６
を通過することになるかもしれない。有効セクタが完全
にコピーされ終わったならば、ＣＳＭ次状態ポインタは
マイクロプロセッサ９２を状態３８８に指示する。

【０１４６】状態３８８の間、セクタ番号に関わるデー
タの以前のバージョンがダーティとマークされていなか
った場合にセクタ見出し変換テーブル９４が焦点ブロッ
クからコピーしたばかりのセクタの新たな記憶場所を指
示するように、マイクロプロセッサ９２はセクタ見出し
変化テーブル９４を更新する。マークされていたなら
ば、マイクロプロセッサ９２はコピーしたばかりのセク
タのバージョンをダーティとマークする。最終的には、
マイクロプロセッサ９２はそのセクタ番号に関わるセク
タデータの新たなバージョンと関連する見出しの書込み
を終了する。その後、マイクロプロセッサ９２は状態３
８４に戻る。

【０１４７】状態３８４に再び入ると、マイクロプロセ
ッサ９２は焦点ブロック中のあらゆる良セクタを再配置
し終わったか否かを判定する。再配置していなければ、
再配置のために別の良セクタを選択し、焦点ブロック中
の全ての良セクタを再配置し終わるまで、マイクロプロ
セッサ９２は状態３８４、３８５、３８６、３８８及び
３８３を通って分岐する。それが起こったとき、ＣＳＭ
次状態ポインタはマイクロプロセッサ９２を状態３９０
に指示する。

【０１４８】マイクロプロセッサ９２は、状態３９０
で、焦点ブロックの消去を開始する。マイクロプロセッ
サ９２は、チップ対に消去指令を発し且つ消去すべきブ
ロックを指示することにより、消去を開始する。これを
実行したならば、マイクロプロセッサ９２は状態３９２
へ進んで、消去が完了するのを待つ。焦点ブロックを含
むチップ対が消去の完了を指示するまで、ＣＳＭは状態
３９２にとどまる。

【０１４９】焦点ブロックを消去したならば、マイクロ
プロセッサ９２はブロック属性データ９０を更新して、
焦点ブロックに戻し、コピーする。これを実行した後、
ＣＳＭ次状態ポインタによりマイクロプロセッサ９２に
再び状態３８０を指示する。状態３８０に再び入ると、
マイクロプロセッサ９２は、別の焦点ブロックを選択す
べきか否かを判定するためにブロックカウンタを検査す
る。選択すべきであれば、先に説明した通りマイクロプ
ロセッサ９２は状態３８２、３８６、３８８、３９０、
３９２及び３９４を通って分岐する。そうでない場合に
は、マイクロプロセッサ９２はステップ３９６へ分岐し
て、クリーンアップを完了する。

【０１５０】 ３．クリーンアップが必要であるか否かの評価 図２０は、ＦＬＡＳＨアレイ６２をクリーンアップすべ
きか否かを評価するために状態３８０で使用するアルゴ
リズムを流れ図の形で示す。このアルゴリズムを使用し
た場合、総ダーティメモリが総メモリ予約の設定された
パーセンテージを越えたときに、バックグラウンドクリ
ーンアップをトリガすることになる。総メモリ予約は総
空きメモリ（ＴＦＦＡ）と、総ダーティメモリ（ＴＤＦ
Ａ）との和として定義されている。総予約に対する総ダ
ーティメモリのパーセンテージは固体ディスク６０の性
能と電力効率を左右する。

【０１５１】マイクロプロセッサ９２は、ステップ４０
０で、評価が必要であるか否かを判定することにより動
作を開始する。これは、以後にクリーンアップすべきブ
ロックの数を確定するためにカウンタを検査することに
よって実行される。零より大きい数は、いずれも、クリ
ーンアップが既にトリガされており、それ以上の評価は
不要であることを指示する。マイクロプロセッサ９２が
初めて状態３８０に入ったとき、カウンタは零より小さ
いので、マイクロプロセッサ９２は必然的にステップ４
０２へ分岐することになる。ステップ４０２では、マイ
クロプロセッサ９２はＦＬＡＳＨアレイ６２の中のダー
ティメモリの総量を総メモリ予約のパーセンテージとし
て計算する。

【０１５２】ステップ４０４では、ステップ４０２で計
算したパーセンテージをクリーンアップトリガポイント
と比較する。クリーンアップトリガポイントは総メモリ
予約の何らかのパーセンテージに固定されていても良い
が、あるいは、ＣＰＵ５２の要求に基づいて適応変化さ
れても良い。クリーンアップトリガポイントを適応変化
させるためのアルゴリズムについては、後に詳細に説明
する。総ダーティメモリがトリガポイントで等しいか又
はそれを越える場合にはマイクロプロセッサ９２はステ
ップ４０６へ分岐することによりバックグラウンドクリ
ーンアップを起動する。これに対し、総ダーティメモリ
のパーセンテージがトリガポイントを越えない場合に
は、マイクロプロセッサ９２はステップ４０９へ分岐す
る。クリーンアップは不要であるので、ＣＳＭ１の状態
をアイドルに設定する。状態４１０へ分岐することによ
り、クリーンアップを開始することなく制御をトップレ
ベルスケジューラ１５０に戻す。

【０１５３】ステップ４０６では、マイクロプロセッサ
９２はブロックカウンタをクリーンアップすべきブロッ
クの最大数に設定する。一実施例では、その最大数は３
に設定される。これを実行したならば、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ４０８へ進む。ステップ４０８で
は、マイクロプロセッサ９２はＣＳＭ次状態ポインタを
クリーンアッププロセスにおける次の状態である状態３
８２へ進める。これを実行したならば、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ４１０へ分岐することにより制御を
トップレベルスケジューラ１５０に戻す。

【０１５４】クリーンアップが必要であるか否かを評価
するための後続する呼び出しの間に、状態３８０ににお
いて、マイクロプロセッサ９２はステップ４００でブロ
ックカウンタを検査することによって動作を開始する。
ブロックカウンタが零を越えれば、クリーンアップの必
要は評価されない。その代わりに、マイクロプロセッサ
９２はブロックカウンタを減分し、ステップ４０１へ分
岐する。ステップ４０１では、マイクロプロセッサ９２
はＣＳＭ次状態ポインタを状態３８２に指示し、クリー
ンアップすべきブロックを選択する。次に、マイクロプ
ロセッサ９２は戻りステップ４１０を経て状態３８０か
ら出る。

【０１５５】図２１は、クリーンアップが必要であるか
否かを評価するためにステップ４０４で使用されるトリ
ガポイントを適応変化させるアルゴリズムを流れ図の形
で示す。図示したアルゴリズムはセクタ１６２に属して
いる。ステップ４１２では、マイクロプロセッサ９２は
トリガポイントが余りに低く設定されていないかどう
か、即ち、ＦＬＡＳＨアレイ６２がダーティになりすぎ
るようにされていないかどうかを判定する。Ｍを大きな
数とするとき、マイクロプロセッサ９２は、最前のＭ回
の書込みの中で何回かのフォアグラウンドクリーンアッ
プが起こったか否かを判定することによりこれを実行す
る。起こっていれば、マイクロプロセッサ９２はステッ
プ４１４へ進む。起こっていなければ、マイクロプロセ
ッサ９２はステップ４１６へ分岐する。

【０１５６】ステップ４１４では、ＦＬＡＳＨアレイ６
２がダーティになりすぎるようにされていたため、マイ
クロプロセッサ９２はトリガポイントを少量だけ減少さ
せる。これは、ＦＬＡＳＨアレイ６２が将来ダーティに
なるのを阻止するという効果をもつ。ステップ４１４か
ら、マイクロプロセッサ９２は制御を呼び出し側プログ
ラムに戻す。

【０１５７】ステップ４１６は、マイクロプロセッサ９
２は、ＦＬＡＳＨアレイ６２が余りにクリーンに保持さ
れていないかどうかを考慮する。Ｎを大きな数とすると
き、マイクロプロセッサ９２は最前のＮ回の書込みの中
のフォアグラウンド消去の回数を評価することによりこ
れを確定する。非常に長い時間にわたりフォアグラウン
ド消去が起こっていなければ、マイクロプロセッサ９２
はステップ４１８へ分岐する。起こっていたならば、マ
イクロプロセッサ９２はトリガポイントを変更すること
なくステップ４２０へ進む。

【０１５８】ステップ４１８では、マイクロプロセッサ
９２はトリガポイントをわずかに増加させる。これによ
り、バックグラウンドクリーンアップをトリガする前と
比べてＦＬＡＳＨアレイ６２はわずかにダーティにな
り、その結果、クリーンアップ効率は向上する。トリガ
ポイントを調整したならば、ステップ４２０へ分岐する
ことにより、マイクロプロセッサ９２は呼び出し側プロ
グラムに制御を戻す。

【０１５９】４．クリーンアップすべきブロックの選択 クリーンアップをトリガしたならば、状態３８２では焦
点ブロックを選択する。焦点ブロックを選択するときの
目標は、最も費用有効性を高くクリーンできるブロック
を選択することである。費用有効性のあるクリーンアッ
プは、電力消費が過剰になるほどＦＬＡＳＨアレイ６２
をクリーンに保持することと、フォアグラウンドクリー
ンアップが頻繁に起こるほどＦＬＡＳＨアレイ６２をダ
ーティに保持することである。１つのブロックがクリー
ンアップに関して費用有効性のある焦点であるか否かを
判定するときに、いくつかの係数を考慮すべきである。
第１に、そのブロックがどれほどダーティであるかとい
うことである。ブロックがダーティになるほど、そのブ
ロックを消去する費用有効性は高い。焦点を選択する場
合、決定をフォアグラウンドクリーンアップを最小限に
抑える方向に向かわせるために、この係数に最も大きな
重みを付ける。第２に、焦点が一部を成しているチップ
対にどれほどのメモリがあるかということである。この
係数は、プログラムのために消去を延期する能力をもた
ないＦＬＡＳＨメモリデバイスについてのみ考慮され
る。消去を延期する能力をもたないＦＬＡＳＨデバイス
の場合、単一のブロックの消去中、そのチップ対の中の
どのブロックも利用不可能である。このため、同じチッ
プ対の中に大量の空きメモリがある場合に１つの特定の
ブロックをクリーンアップする所望度は低下する。第３
に、焦点ブロックの中にどれほどの有効ユーザーデー
タ、すなわち、良データが存在しているかということで
ある。これにより、焦点からコピーしなければならない
セクタの数は増加するので、焦点として特定の１ブロッ
クを選択する所望度も低下する。逆に言えば、コピーし
なければならない良セクタが少ないほど、ブロックをク
リーンアップする所望度は高くなる。焦点ブロックを選
択するときには、他の係数を考慮しても良い。

【０１６０】図２２は、先に論じた係数を使用して状態
３８２でクリーンアップすべきブロックを選択するため
のアルゴリズムを示す。簡単に説明すれば、ＦＬＡＳＨ
アレイ６２の中のブロックごとに１つのスコアを生成す
ることにより、クリーンアップの焦点として１つのブロ
ックを選択する。このスコアは、各々の係数を適切に重
みづけし且つ重みづけした係数を加算することにより生
成される。最も高い総スコアを有するブロックをクリー
ンアップの焦点として選択する。

【０１６１】ステップ４４０では、全てのブロックを検
査し終わったか否か、従って、焦点ブロックを選択した
か否かを判定することにより、焦点ブロックの選択が始
まる。マイクロプロセッサ９２は、全てのチップ対を探
索したか否かを判定することによりこれを実行する。ス
テップ４４０を始めて通過した後、検査されたチップ対
は１つではないため、マイクロプロセッサ９２はステッ
プ４４２へ分岐する。ステップ４４４では、マイクロプ
ロセッサ９２は選択したチップ対の中で検査すべき１つ
のブロックを選択する。あらゆるブロックを検査したわ
けではない場合には、次に、マイクロプロセッサ９２は
ステップ４４８へ進む。

【０１６２】ステップ４４５では、マイクロプロセッサ
９２は、ブロックが現在は別のクリーンアップ状態機械
によるクリーンアップの焦点であるチップ対の一部であ
るか否かを判定する。これにより、クリーンアップの目
標となっているチップの中の全てのブロックはいずれか
の時点で長期間にわたり利用不可能となるので、現在ブ
ロックは所望度の低い焦点ブロックになる。マイクロプ
ロセッサ９２は、ＲＡＭに記憶されているチップとブロ
ックの情報を検査することにより、チップが別のクリー
ンアップ状態機械のクリーンアップの目標となっている
か否かを判定することができる。この係数に重み１を乗
算してＲｕｌｅ １を生成した後、マイクロプロセッサ
９２はステップ４４６へ進む。この第１のスコアは、現
在ブロック中のダーティな語の総数ＴＤＦＢ_C に第１の
重みを乗算することにより生成される。この重みの値は
後続する重みの値より相当に大きくなければならない。
次に、マイクロプロセッサ９２はステップ４４６からス
テップ４４８へ分岐する。

【０１６３】マイクロプロセッサ９２は、ステップ４４
８で、現在ブロックに関わる第２のスコアを計算する。
そこで、選択したチップ対の中の空きＦＬＡＳＨの総量
ＴＦＦＣ_C に第２の重みを乗算する。その後、マイクロ
プロセッサ９２はステップ４４９へ分岐する。第３のス
コアはステップ４４９で計算される。そこで、現在ブロ
ックが最前に消去されたチップ対の中にあるか否かによ
って、ブロックの所望度を評価する。その後、マイクロ
プロセッサ９２はステップ４５０へ分岐する。

【０１６４】ステップ４５０では、マイクロプロセッサ
９２は現在ブロックに関わる第４のスコアを計算する。
マイクロプロセッサ９２は、現在ブロック中の良バイト
の総数をそのブロックの中のバイトの総数から減算する
ことにより、このスコアを計算し始める。次に、マイク
ロプロセッサ９２はこの数に第４の重みを乗算する。第
４の重みは、焦点ブロックの選択を良さという点では劣
るセクタデータを有するブロックを選択することにわず
かに偏向させようとするものである。次に、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ４５１へ分岐する。第４の重み
は第１の重みと比較して相対的に小さい。

【０１６５】現在ブロックに関わる第５の、そして、最
後のスコアはステップ４５１の間に生成される。考慮さ
れる第５の係数は選択をサイクルカウントの低いブロッ
ク向かわせ、それにより、受動摩耗均等化を行うのであ
る。アレイ６２中の最大サイクルカウントと比較して現
在ブロックのサイクルカウントが少ないほど、ブロック
の所望度は高くなる。そこで、「Δサイクルカウント」
により表わされるこの係数に第５の重みを乗算する。

【０１６６】ステップ４５２では、マイクロプロセッサ
９２は現在ブロックの所望の特性を反映するＲｕｌｅ
１、Ｒｕｌｅ ４及びＲｕｌｅ ５を加算することによ
り、ブロックに関わる総スコアを生成する。Ｒｕｌｅ
０、Ｒｕｌｅ ２及びＲｕｌｅ ３は焦点ブロックの望
ましくない特性を指示しているので、この和からそれら
を減算する。ステップ４５４へ進むと、マイクロプロセ
ッサ９２は現在ブロックに関わる総スコアを最大総スコ
アと比較する。現在ブロックに関わる総スコアが最大総
スコアを越えていれば、最大総スコアを上向きに改訂
し、マイクロプロセッサ９２はステップ４５６へ進む。
これに対し、現在ブロックに関わる総スコアが最大総ス
コア以下である場合には、マイクロプロセッサ９２はス
テップ４４４に戻る。

【０１６７】ステップ４５６では、マイクロプロセッサ
９２は現在最大総スコアを有するブロックのチップ、ブ
ロック及びスコアを記憶する。次に、マイクロプロセッ
サ９２はステップ４４４に戻る。ステップ４４４に再び
入ると、マイクロプロセッサは現在選択したチップ対の
中のあらゆるブロックを評価したか否かを決定する。全
てのブロックを評価し終わっていなければ、選択したチ
ップ対の中の全ブロックを評価し終わるまで、マイクロ
プロセッサ９２はステップ４４６、４４８、４５０、４
５２、４５４、４５６及び４４４を経て分岐する。選択
したチップ対の中のブロックが評価されるたびに、マイ
クロプロセッサ９２はステップ４４０に戻る。ステップ
４４０は、どのチップ対の中のブロックも検査されたか
否かを判定する。検査されていなければ、ＦＬＡＳＨア
レイ６２の中の全てのチップ対の全てのブロックを評価
し終わるまで、マイクロプロセッサ９２はステップ４４
２、４４４、４４６、４５０、４５２、４５４、４５６
及び４４０を経て分岐する。次に、マイクロプロセッサ
９２はステップ４５８へ進む。

【０１６８】マイクロプロセッサ９２はクリーンアップ
の焦点として選択したチップとブロックを焦点ウィンド
ウに書込む。マイクロプロセッサ９２はステップ４５６
で記憶したブロックとチップのアドレスを使用して、こ
れを実行する。その後、マイクロプロセッサはステップ
４６０へ進む。現在の目標に到達したならば、ステップ
４６０で、マイクロプロセッサ９２は空き物理セクタを
割当てるためにＣＳＭ次状態ポインタを設定する（状態
３８４）。ステップ４６０から、マイクロプロセッサ９
２はステップ４６２へ分岐することにより制御をトップ
レベルスケジューラ１５０に戻る。

【０１６９】 ５．クリーンアップのための空き物理セクタの割当て 焦点ブロックを消去するのに先立って、焦点ブロックか
らユーザーデータの全ての有効セクタをコピーし、宛先
ブロックへ再配置しなければならない。再配置プロセス
における第１のステップは、焦点ブロックに現在入って
いるユーザーデータのセクタに対してメモリスペースを
割当てることである。図２３は、クリーンアップ中、メ
モリの割込みを管理する状態３８４に関わるアルゴリズ
ムを示す。

【０１７０】マイクロプロセッサ９２は、ステップ４７
２で、焦点ブロック中のあらゆる良セクタを再配置した
か否かを判定することにより割当てを開始する。マイク
ロプロセッサ９２は、次の見出しに到達するまで焦点ブ
ロックのＢＳＴＴ８４を走査してゆくことによってその
決定を実行する。見出しの中の属性語がＦＦＦＦ（１６
進数）である場合、ユーザーデータのどのセクタも焦点
ブロックからコピーされ終わっている。その場合、マイ
クロプロセッサ９２は状態４８０へ分岐する。全ての有
効セクタがコピーされたわけではない場合には、マイク
ロプロセッサ９２はそのセクタが有効であるか又はダー
ティであるかを知るために属性語を検査する。ダーティ
セクタはマイクロプロセッサ９２にＢＳＴＴ８４を次の
見出しまで走査させる。マイクロプロセッサ９２は、セ
クタのサイズを確定し且つステップ４７４へ進むことに
より、良セクタに応答する。

【０１７１】ステップ４７４では、マイクロプロセッサ
９２は、図１０、１１の割当てアルゴリズム又は後に説
明する別のアルゴリズムを呼び出すことにより、ステッ
プ４７２で識別したセクタに対してメモリを割当てる。
マイクロプロセッサ９２は、ステップ４７６で、ＣＳＭ
次状態ポインタを状態３８５にリセットすることによ
り、状態３８４から出るべく準備する。すなわち、バッ
クグラウンドクリーンアップが実行を再開するとき、焦
点ブロックからセクタバッファ９８へのセクタのコピー
が始まる。これを実行したならば、マイクロプロセッサ
９２はステップ４７８へ分岐することにより制御をトッ
プレベルスケジューラ１５０に戻す。

【０１７２】焦点ブロックからあらゆる有効セクタがコ
ピーされ終わるまで、マイクロプロセッサ９２は何度も
状態４７６に戻る。全セクタをコピーしたならば、マイ
クロプロセッサ９２はステップ４７２からステップ４８
０へ分岐する。ステップ４８０では、マイクロプロセッ
サ９２は、消去を開始するためにＣＳＭ次状態ポインタ
を適切に設定することにより、焦点ブロックの消去を開
始する。制御を呼び出しプログラムに戻す。

【０１７３】 ６．クリーンアップのための空き物理メモリの割当て 図２４は、クリーンアップのために空き物理メモリを割
当てる別の方法を流れ図の形で示す。クリーンアップの
宛先ブロックとして選択されるブロックは適切であると
共に、所望のブロックでもなければならない。ブロック
の適否をアクセスするときは、図１０、１１及び図１
３、１４に示した割当て方法に関して先に論じたのと本
質的に同じ方式を使用する。ただし、所望の宛先ブロッ
クの評価と定義は異なる。最も所望度の高い宛先ブロッ
クは、焦点ブロックからコピーすべきユーザーデータの
セクタに最も厳密に適合するブロックである。このよう
に宛先ブロックの所望度を定義すると、ホスト書込みの
ために大量の空きデータを保存することにより、ユーザ
ーデータのコヒーレンシーは増大する。

【０１７４】クリーンアップ中のメモリの割当ては、宛
先ブロックの選択に際して使用する変数の初期設定をも
って始まる。ステップ２２０２及び２２０４では、Ｂｅ
ｓｔＦｉｔ ＢｌｏｃｋとＢｅｓｔ Ｆｉｔ Ｃｈｉｐ
を共に０に設定する。ステップ２２０６では、マイクロ
プロセッサ９２は焦点ブロックの中に残っているユーザ
ーデータのセクタを記憶するために必要な空きメモリの
量を計算する。従って、一度に１つのセクタに関するメ
モリのみを割当てるのではあるが、焦点ブロックの中に
残っているユーザーデータの全てのセクタを記憶できる
ブロックに関して所望度を評価することになる（ここで
いう「ユーザーデータのセクタ」及び「ユーザーデー
タ」は空きでもなく、ダーティでもないメモリとして定
義されている。）

【０１７５】ステップ２２０７では、マイクロプロセッ
サ９２は、考えうる宛先ブロックの評価を開始するのに
先立って、もう１つの変数を初期設定する。Ｓｃｏｒｅ
をいずれかのブロックにおける空きメモリの最大量を表
わす最大値に設定する。評価中、所望度が最も高い宛先
ブロック、すなわち、利用可能な空きメモリが必要な総
空きメモリに最も近いブロックのスコアを指示するため
に、Ｓｃｏｒｅを改訂する。これを実行したならば、マ
イクロプロセッサ９２はステップ２２０８へ進む。各ブ
ロックの宛先ブロックとしての適否は図１３、１４に関
して論じたのと同じ方式でステップ２２０８〜２２１６
において評価される。従って、それらのステップについ
ては詳細には説明しない。

【０１７６】最終的には適切なブロックを識別し、マイ
クロプロセッサ９２はステップ２２１６に至る。そこ
で、現在ブロックの宛先ブロックとしての所望度を確定
する。宛先ブロックとしての所望度を図２４のサービス
に従って規定する係数が１つある。それは、現在の空き
メモリの量が焦点ブロック中に残っているユーザーデー
タの全てのセクタを記憶するために必要とされる空きメ
モリの量とどれほど密接に一致するかということであ
る。変数Ｔｏｔａｌは、焦点ブロックの中のユーザーデ
ータを記憶した後に残っている空きメモリに関して現在
ブロックの所望度を測定する。現在ブロック中の空きメ
モリが多すぎるか又は少なすぎるかに従って、Ｔｏｔａ
ｌは正の数又は負の数になるであろう。次に、マイクロ
プロセッサ９２はステップ２２１６へ分岐する。

【０１７７】ステップ２２１６では、マイクロプロセッ
サ９２は現在ブロックが最も良く適合するとして現在選
択されているブロックよりも良く適合するか否かを判定
する。言いかえれば、Ｔｏｔａｌ_{Current Block} の絶対
値をＳｃｏｒｅの絶対値と比較する。比較に際して絶対
値を使用することにより、厳密に必要であるより空きメ
モリの少なすぎるブロックと、厳密に必要であるより多
くの空きメモリを有するブロックの双方が確実に考慮さ
れるのである。Ｔｏｔａｌ_{Current Block} の絶対値がＳ
ｃｏｒｅの絶対値より小さい場合、マイクロプロセッサ
９２はステップ２２０８に戻って、別のブロックを評価
する。これに対して、現在ブロックが以前のブロックよ
り良く適合しているならば、マイクロプロセッサ９２は
ステップ２２２０へ分岐して、最良適合値を改訂する。

【０１７８】ステップ２２２２では、ＳｃｏｒｅをＴｏ
ｔａｌ_{Current Block} にリセットする。その後ステップ
２２２４及び２２２６において、Ｂｅｓｔ Ｆｉｔ Ｃ
ｈｉｐとＢｅｓｔ Ｆｉｔ Ｂｌｏｃｋをそれらが現在
ブロックを指示するように改訂する。これを実行したな
らば、マイクロプロセッサ９２はステップ２２０８に戻
って、別のブロックを評価する。ＦＬＡＳＨアレイ６２
中の各ブロックを評価した後、マイクロプロセッサ９２
はステップ２２０８からステップ２２２８へ出る。次
に、マイクロプロセッサ９２は、Ｂｅｓｔ Ｆｉｔ Ｂ
ｌｏｃｋに焦点ブロックから現在移動中であるデータの
セクタを記憶するのに十分なメモリがあるか否かを判定
する。十分なメモリがなければ、ステップ２２３０で、
マイクロプロセッサ９２は現在のクリーンアップ状態機
械をアイドル状態とする。十分なメモリがある場合に
は、マイクロプロセッサ９２はステップ２２３２へ進
み、Ｂｅｓｔ Ｆｉｔ Ｂｌｏｃｋのメモリを実際に予
約するプロセスを開始するのであるが、これは図１０、
１１及び図１３、１４に関して先に説明したのと同じ方
式で実行される。

【０１７９】７．良セクタのコピー 焦点ブロックから宛先ブロックへのセクタのコピーは２
つのステップから成るプロセスである。まず、焦点ブロ
ックからセクタバッファ９８へ有効なユーザーデータの
選択されたセクタをコピーする。第２に、セクタバッフ
ァ９８から宛先ブロックへ有効セクタをコピーする。こ
の２ステッププロセスは不要なのであるが、シーケンサ
１６８の経路中にある誤り検出回路の誤り検出能力を利
用することによって、ユーザーデータの信頼性を改善す
る。図２５のアルゴリズムは、焦点ブロックからセクタ
バッファ９８へのユーザーデータの１セクタのコピーを
処理する。まず、ステップ４８０では、セクタをセクタ
バッファ９８へ移動する。第２に、マイクロプロセッサ
９２はセクタの一部をコピーするように次状態ポインタ
を設定する。次に、ステップ４８４で、制御を呼び出し
側に戻す。

【０１８０】セクタバッファ９８の一時保護から宛先ブ
ロックへのセクタのコピーは、Ｃｏｐｙ Ｐａｒｔ ｏ
ｆ Ｓｅｃｔｏｒと呼ばれる状態３８６で実行される。
状態３８６の実行時間が選択された最大実行時間より短
くなるように保証するために、状態３８６が実行される
たびに、セクタの一部のみをコピーする。一実施例で
は、各々の状態の最大実行時間は５００μ秒に限定され
ている。

【０１８１】図２６は、セクタバッファ９８から１つの
セクタの一部をコピーするためのアルゴリズムを示す。
マイクロプロセッサ９２は、ステップ４９０で、セクタ
の残り部分を最大実行時間の中で宛先ブロックにコピー
できるか否かを決定することにより動作を開始する。一
実施例では、セクタバッファ９８から以後にコピーすべ
きバイトの数を２０と比較することにより、マイクロプ
ロセッサ９２はこれを実行する。コピーできる語の最大
数は、選択された最大実行時間によって異なる。セクタ
の残り部分を最大実行時間の中でコピーできないのであ
れば、マイクロプロセッサ９２はステップ４９２へ分岐
する。ステップ４９２では、マイクロプロセッサ９２は
セクタバッファ９８からクリーンアップ状態機械の宛先
ウィンドウにより指示される宛先ブロックへ２０バイト
をコピーする。その後、マイクロプロセッサ９２はステ
ップ４９４へ分岐する。

【０１８２】ステップ４９４では、マイクロプロセッサ
９２はＣＳＭ次状態ポインタを状態３８６に戻すように
指示し、最終的にはセクタの全体がセクタバッファ９８
からコピーされるように保証する。マイクロプロセッサ
９２がステップ５００へ分岐するとき、制御はトップレ
ベルスケジューラ１５０に戻る。最後に状態３８６を通
過すると、残っている全ての語を最大実行時間の中で宛
先ブロックへコピーすることができる。この通過の間
に、マイクロプロセッサ９２は状態４９０から状態４９
６へ分岐する。

【０１８３】ステップ４９６では、マイクロプロセッサ
９２はセクタバッファ９８に残っている全ての語を宛先
ブロックへコピーする。その後、マイクロプロセッサ９
２はステップ４９８へ進む。有効セクタの宛先ブロック
への再配置を完了したならば、マイクロプロセッサ９２
はセクタの新たな物理記憶場所を反映するためにセクタ
見出し変換テーブル９４を更新すべく準備する。この時
点で、マイクロプロセッサ９２は新たなデータのセクタ
に関わる見出しの書込みをも終了する。これは、ステッ
プ４９８で、ＣＳＭ次状態ポインタを状態３８８にリセ
ットすることにより実行される。セクタのコピーを終了
したならば、マイクロプロセッサ９２はステップ５００
を経て状態３８６から出る。

【０１８４】 ８．セクタをコピーした後のデータベースの更新 ユーザーデータの１セクタが焦点ブロックから宛先ブロ
ックへ完全に再配置されるまで、ＢＳＴＴ８４とＳＨＴ
Ｔ９４の更新は遅延される。これにより、セクタが再配
置中であっても、ＣＰＵ５２は常に確実にセクタの有効
コピーをアクセスできるようになる。従って、セクタの
移動中にＣＰＵ５２は自在にそのセクタを再書込みでき
る。その結果ＦＬＡＳＨアレイ６２の中に同じデータの
セクタの３つ以上のバージョンが存在しうるが、その中
で、有効であるのは１つのバージョンのみである。これ
が起こったときには、マイクロプロセッサ９２は状態３
８６の間にダーティセクタを有効にコピーし終わってい
る。状態３８８のＰｏｓｔＣｏｐｙ Ｄａｔａｂａｓｅ
Ｕｐｄａｔｅ（コピー後データベース更新）アルゴリ
ズムは、どのデータベースを更新すべきか及びどのよう
にしてそれらのデータベースを更新すべきかを確定する
ことにより、この問題を予想する。

【０１８５】図２７は、状態３８８の間のデータベース
の更新を示す流れ図である。マイクロプロセッサ９２
は、ステップ５０２で、ＣＳＭがセクタをコピーしてい
る間にホストがセクタを書込んだか否かを判定すること
により、このタスクを開始する。マイクロプロセッサ９
２は、再配置したばかりのセクタに関わる見出しがダー
ティとマークされたか否かを検査することにより、これ
を判定することができる。この見出しを見出し（ＦＯＣ
ＵＳ）と呼ぶ。これがわかれば、マイクロプロセッサ９
２はどの変換テーブルを更新すべきか及びそれらのテー
ブルをどのように更新すべきをか知る。それには２つの
可能性がある。

【０１８６】まず初めに、見出し（ＦＯＣＵＳ）がダー
ティとマークされないときの事象の列を考える。この状
況においては、宛先ブロックと焦点ブロックの双方に関
わるセクタ見出し変換テーブル９４及びブロックセクタ
変換テーブル８４を更新しなければならない。これを実
行し始めるために、マイクロプロセッサ９２はステップ
５０２からステップ５０６へ分岐する。データベースの
更新は宛先ブロックと共に始まる。ステップ５０６で
は、マイクロプロセッサ９２はＬＳＮは宛先ブロックの
ＢＳＴＴ８４に書込む。その後、マイクロプロセッサ９
２はステップ５０８へ分岐する。マイクロプロセッサ９
２は、ＳＨＴＴ９４の中のセクタのアドレスが焦点ブロ
ックの見出しではなく、宛先ブロックの見出しを指示す
るように、そのアドレスを変更する。次に、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ５１０へ進む。

【０１８７】ステップ５１０では、マイクロプロセッサ
９２は３つの変換テーブル全ての更新を完了する。そこ
で、マイクロプロセッサ９２は焦点ブロック中の見出し
をダーティとマークする。マイクロプロセッサ９２は、
図１５のダーティとマークするアルゴリズムを呼び出す
ことにより、これを実行する。データベースの更新を完
了したならば、マイクロプロセッサ９２はステップ５１
２へ分岐する。ステップ５１２に入ることは、１セクタ
のコピーが完了したことを指示している。マイクロプロ
セッサ９２は、ステップ５１２で、空き物理セクタを割
当てる状態３８４にＣＳＭ次状態ポインタを設定するこ
とにより、コピーすべき別の良セクタについて焦点ブロ
ックを走査すべき準備する。その後、ステップ５１４へ
分岐することにより、マイクロプロセッサ９２の制御は
トップレベルスケジューラ１５０に戻る。

【０１８８】セクタが宛先ブロックに再配置されている
間にセクタが改訂されると何が起こるか？このセクタは
既にダーティとマークされているので、見出し（ＦＯＣ
ＵＳ）を改訂する必要はない。また、ＳＨＴＴ９４は既
に改訂されたセクタと関連する見出しを指示しているの
で、ＳＨＴＴ９４も改訂を要求しない。焦点ブロックの
見出しが無効であることを表わすために、宛先ブロック
のＢＳＴＴ８４のみを改訂すれば良い。マイクロプロセ
ッサ９２はステップ５０２からステップ５１６へ分岐す
ることにより、このタスクを開始する。マイクロプロセ
ッサ９２は、図１５のダーティとマークするアルゴリズ
ムを呼び出すことにより、ステップ５１６で宛先ブロッ
クのＢＳＴＴ８４を更新する。先の場合と同様に、マイ
クロプロセッサ９２はブロック５１４へ分岐することに
より制御をトップレベルスケジューラ１５０に戻す。

【０１８９】９．焦点ブロックの消去 消去を経たダーティセクタから空きメモリへの変換は、
焦点ブロックから全ての良セクタをコピーした後に始ま
る。焦点ブロックの消去は消去を開始することと、次
に、消去が終了するのを待つこととを含む。図２８は、
状態３９０において消去を開始するためのアルゴリズム
を示す。消去指令を発行するのに先立って、ステップ５
２０では、マイクロプロセッサ９２はブロック属性デー
タ９０をセクタバッファ９８にコピーすることにより、
ブロック属性データ９０を保存する。最後に、ステップ
５２２では、マイクロプロセッサ９２は焦点ブロックを
含むチップ対へ消去指令を発行する。その時点では、待
機することを除いて何も実行することは残っていない。
マイクロプロセッサ９２は、ステップ５２４で、ＣＳＭ
次状態ポインタを消去完了を待機する状態３９２に設定
することにより、長期間の待機を準備する。

【０１９０】図２９は、消去の完了を待機し且つ検出す
るために使用されるアルゴリズムを示す。ステップ５３
０では、マイクロプロセッサ９２は、チップ対の状態レ
ジスタに問い合わせることにより消去が依然として進行
中であるか否かを判定する。状態レジスタが消去は完了
していないことを指示している限り、マイクロプロセッ
サ９２はステップ５３２へ分岐する。そこで、マイクロ
プロセッサ９２は、ＣＳＭ次状態ポインタを消去完了を
待機する状態３９２に設定することにより、その待機を
継続すべく準備する。消去が完了したならば、マイクロ
プロセッサ９２は状態５３４へ分岐し、そこで、ＣＳＭ
次状態ポインタを消去後更新状態３９４に設定する。

【０１９１】１０．消去後データベース更新 焦点ブロックを消去した後、いくつかのタスクが注意を
要する。それらのタスクは、図３０に示す消去後データ
ベース更新状態３９４により管理される。マイクロプロ
セッサ９２が取り組む第１のタスクは、先の消去によっ
て起こったサイクルカウントの数の増加を反映するため
に、ＦＬＡＳＨアレイデータベースを更新することであ
る。マイクロプロセッサ９２が実行する第２のタスク
は、消去中にセクタバッファ９８に記憶されていた新た
なサイクルカウントをもつブロック属性データ９０を焦
点ブロックに復元することである。マイクロプロセッサ
９２はこれをステップ５３８で実行する。

【０１９２】マイクロプロセッサ９２はその最後の更新
タスクをステップ５４０で実行する。そこで、ブロック
がクリーンアップの焦点であることを指示するために、
マイクロプロセッサ９２はＲＡＭに記憶されているセマ
フォーをクリアする。その結果、図１２の割当てアルゴ
リズムは、可能であれば、先の焦点ブロックを含むチッ
プ対に再び自在にセクタを割当てできる。状態３９４か
ら出る前に、マイクロプロセッサ９２はＣＳＭ次状態ポ
インタを状態３８０、Ｅｖａｌｕａｔｅ ＩＦ Ｃｌｅ
ａｎ−Ｕｐ ｉｓ Ｎｅｃｅｓｓａｒｙにリセットす
る。 Ｂ．フォアグラウンドクリーンアップ フォアグラウンドクリーンアップの目標は、ＦＬＡＳＨ
アレイ６２の中に大量の空きメモリを迅速に生成するこ
とである。フォアグラウンドクリーンアップは、２つの
クリーンアップ状態機械を同時に動作させると共に、Ｃ
ＰＵ５２に空きメモリを強制的に待機させることによ
り、その目標を達成する。従って、フォアグラウンドク
リーンアップはコンピュータのユーザーに影響を及ぼす
ことによりバックグラウンドクリーンアップとは異な
る。フォアグラウンドクリーンアップは、バックグラウ
ンドクリーンアップと比較してトリガされる方式につい
ても異なっている。活動状態であるとき、バックグラウ
ンドクリーンアップは、ＣＰＵ５２が１つのセクタを書
込むたびに、それに続いて開始される。空き物理メモリ
の割当て中、フォアグラウンドクリーンアップはトリガ
される。１つのセクタを書込むのに十分な空きＦＬＡＳ
Ｈメモリを割当てることができない場合、条件調整まで
マルチＣＳＭ実行３４８への呼び出しがフォアグラウン
ドクリーンアップを実行する。加えて、フォアグラウン
ドクリーンアップはクリーンアップが必要であるか否か
の前述の評価によってバックグラウンドクリーンアップ
とは異なり、その決定は空きメモリの割当て中に有効に
実行される。従って、フォアグラウンドクリーンアップ
は、クリーンアップすべきブロックを選択することによ
り開始する。

【０１９３】図３１は、フォアグラウンドクリーンアッ
プを管理するために使用されるアルゴリズム、条件調整
までマルチＣＳＭ実行３４８を示す。このアルゴリズム
を使用すると、第１のクリーンアップ状態機械が起動さ
れ、消去完了待機状態３９２に到達するまで連続して動
作することができる。その時点で、第２のクリーンアッ
プ状態機械が動作され、消去完了待機状態３９２に到達
するまで連続して動作することができる。そこで、第１
のクリーンアップ状態機械は中断なく焦点ブロックのク
リーンアップを完了する。１つのブロックがクリーンに
なり且つ別のブロックを間もなくクリーンにすべき場
合、マイクロプロセッサ９２はＣＰＵ５２からの指令に
再び応答する。

【０１９４】フォアグラウンドクリーンアップはステッ
プ５５０で始まり、そこでは、マイクロプロセッサ９２
は第１のクリーンアップ状態機械と、第２のクリーンア
ップ状態機械の双方について１のブロックカウントに設
定する。先の図１９の説明からわかる通り、ブロックカ
ウントはどれほどの数のブロックをクリーンアップする
か、従って、クリーンアップがどれほど長く続くかを確
定する。双方のブロックカウントを１に設定することに
より、フォアグラウンドクリーンアップの実行時間は最
短に抑えられる。次に、マイクロプロセッサはステップ
５５２へ進む。

【０１９５】ステップ５５２と共に、マイクロプロセッ
サ９２は双方のクリーンアップ状態機械を起動するプロ
セスを開始し、これはステップ５６２まで続く。マイク
ロプロセッサ９２は、第１のクリーンアップ状態機械Ｃ
ＳＭ１の状態を検査することにより、ステップ５５２
で、ＣＳＭ１が活動状態であるか否かを判定する。ＣＳ
Ｍ１が活動状態でなければ、マイクロプロセッサ９２は
状態５５４へ分岐して、ＣＳＭ１を起動する。これに対
し、ＣＳＭ１が既に活動状態である場合には、マイクロ
プロセッサ９２はステップ５５８へ分岐して、第２のク
リーンアップ状態機械ＣＳＭ２を起動する。ステップ５
５４では、マイクロプロセッサ９２はＣＳＭ１の状態を
アイドルから活動へ変化させる。マイクロプロセッサ９
２はステップ５５４から５５６へ進む。

【０１９６】マイクロプロセッサ９２は、ＣＳＭ１の次
状態ポインタをクリーンアップすべきブロックを選択す
る状態３８２に設定することにより、ＣＳＭ１にクリー
ンアップを開始させるべく準備する。これを実行したな
らば、マイクロプロセッサ９２はステップ５５８へ分岐
することにより、その注意をＣＳＭ２へ向ける。ステッ
プ５５８では、マイクロプロセッサ９２はＣＳＭ２が活
動状態であるか否かを判定する。活動状態であれば、マ
イクロプロセッサ９２はステップ５６４へ進み、ＣＳＭ
１をランさせ始める。そうでない場合には、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ５６０へ分岐する。ステップ５
６０では、マイクロプロセッサ９２はＣＳＭ２を活動状
態に設定する。その後、ステップ５６２で、マイクロプ
ロセッサ９２は、ＣＳＭ２の次状態ポインタをクリーン
アップすべきブロックを選択する状態３８２に設定する
ことにより、ＣＳＭ２にクリーンアップを開始させるべ
き準備する。

【０１９７】２つのクリーンアップ状態機械のセットア
ップが完了したとき、マイクロプロセッサ９２は最終的
には一方を始動することができる。ステップ５６４で
は、マイクロプロセッサ９４はどちらのクリーンアップ
状態機械に実行時間を与えるべきかを判定する。マイク
ロプロセッサ９２は、ＣＳＭ１がブロックの消去を開始
したか否かを判定することによりこれを実行する。ＣＳ
Ｍ１が消去を開始していなければ、マイクロプロセッサ
９２はステップ５６６へ進む。ステップ５６６では、マ
イクロプロセッサ９２はＣＳＭ１の１つの状態を実行す
る。マイクロプロセッサは、消去完了待機状態３９２ま
でのＣＳＭ１の状態を実行する。マイクロプロセッサ９
２はステップ５６６及び５６４を繰り返しループしてゆ
くことにより状態３９２に到達する。ＣＳＭ１が消去完
了待機状態３９２に到達すると、マイクロプロセッサ９
２は状態５６８へ分岐することにより、より効果の多い
分野に注意を集中する。

【０１９８】マイクロプロセッサ９２は、ステップ５６
８で、ＣＳＭ２がその焦点ブロックのクリーンアップを
終了するのにさらに実行時間を要求するか否かを判定す
る。要求するならば、マイクロプロセッサ９２はステッ
プ５７０へ分岐し、そこで、ＣＳＭ２の単一の状態を実
行する。マイクロプロセッサは、消去完了待機状態３９
２までのＣＳＭ２の状態を実行する。この時点で、マイ
クロプロセッサはステップ５７０からステップ５７２へ
分岐することにより、再びＣＳＭ１に注意を集中する。
ステップ５７２では、ＣＳＭ１がその焦点ブロックのク
リーンアップを完了したか否かを判定する。マイクロプ
ロセッサ９２は、ＣＳＭ１と関連する状態語を検査する
ことによりこれを実行する。ＣＳＭ１がアイドル状態で
ない場合、マイクロプロセッサ９２はステップ５７４へ
分岐して、別のＣＳＭ１状態を実行する。ステップ５７
２とステップ５７４の間を往復することにより、マイク
ロプロセッサ９２はＣＳＭ１により管理されるクリーン
アップを最終的に完了する。この時点で、１つのブロッ
クは完全にクリーンアップされ終わっており、別のブロ
ックが間もなくクリーンアップされることになる。既に
大量の空きメモリの予約があるので、マイクロプロセッ
サ９２はステップ５７６へ分岐することにより制御をト
ップレベルスケジューラ１５０に戻す。これにより、フ
ォアグラウンドクリーンアップは終わる。

【０１９９】Ｃ．強制クリーンアップ 強制クリーンアップは、クリーンアップ状態機械を起動
し且つ制御するさらに別の方法である。強制クリーンア
ップは、コンピュータのユーザーからの指令により開始
されるという点で、フォアグラウンドクリーンアップ及
びバックグラウンドクリーンアップの双方とは異なって
いる。この種のクリーンアップでは、ユーザーは状態３
８０におけるように空きメモリの総量を評価することな
くクリーンアップが必要であると決定する。固体ディス
ク制御装置６４は２種類の強制クリーンアップを認識す
る。一方の型の強制クリーンアップは一方のクリーンア
ップ状態機械のみを起動する。この型のクリーンアップ
はＦｏｒｃｅ Ｃｌｅａｎｕｐ（強制クリーンアップ）
と名付けられたサービス３４２により管理される。他方
の型のクリーンアップは２つのクリーンアップ状態機械
を起動し、ＦｏｒｃｅＭｕｌｔｉ Ｃｌｅａｎｕｐ（強
制マルチクリーンアップ）と呼ばれるサービス３４４に
より管理される。

【０２００】図３２は、強制クリーンアップ３４２のア
ルゴリズムを示す。強制クリーンアップのタスクは相対
的に単純である。すなわち、必要に応じて、ＣＳＭ１を
起動し且つ始動するのである。ステップ５８０では、Ｃ
ＳＭ１が活動状態であるか否かを知るためにＣＳＭ１の
状態を検査することにより、マイクロプロセッサ９２は
そのタスクを開始する。活動状態であれば、マイクロプ
ロセッサ９２はステップ５８６へ分岐する。ＣＳＭ１が
アイドル状態である場合には、マイクロプロセッサ９２
はステップ５８７へ分岐する。ステップ５８２では、マ
イクロプロセッサ９２は、ＣＳＭ１の状態を活動に変化
させることによりＣＳＭ１をイネーブルする。次に、ク
リーンアップが必要であるか否かを評価する状態３８０
をバイパスし且つＣＳＭ１の次状態ポインタをクリーン
アップすべきブロックを選択する状態３８２に設定する
ことにより、マイクロプロセッサ９２は強制的にクリー
ンアップを開始させる。それが確実に実行されたなら
ば、マイクロプロセッサ９２はステップ５８４からステ
ップ５８６へ分岐する。

【０２０１】ステップ５８７では、ＣＳＭ１が既にクリ
ーンアップを開始していなかった場合に、マイクロプロ
セッサ９２はＣＳＭ１に確実にクリーンアップを開始さ
せる。マイクロプロセッサ９２は、ＣＳＭ１の次状態ポ
インタを検査し、それがクリーンアップは必要であると
評価するのに等しい場合にはステップ５８４へ分岐する
ことにより、これを実行する。これは、クリーンアップ
が不要であるという評価を全て回避する。

【０２０２】図３３は、強制マルチクリーンアップ３４
４のアルゴリズムを示す。このアルゴリズムのタスク
は、必要に応じて双方のクリーンアップ状態機械を起動
することである。強制マルチクリーンアップ３４４の初
めと２つのステップは、強制クリーンアップ３４２のス
テップと全く同じである。ステップ５９０では、マイク
ロプロセッサ９２はＣＳＭ１が活動状態であるか否かを
判定する。活動状態でなければ、ステップ５９２でＣＳ
Ｍ１をイネーブルし、ＣＳＭ１の次の状態としてコピー
すべきブロックを選択する状態３８２を選択する。これ
に対し、ＣＳＭ１が既に活動状態である場合には、マイ
クロプロセッサ９２はステップ５９１へ分岐する。

【０２０３】ステップ５９１では、マイクロプロセッサ
９２はＣＳＭ１がクリーンアップを開始したか否かを判
定する。先に説明した通り、ＣＳＭ１を起動するたびに
ブロックのクリーンアップが開始されるわけではない。
次状態ポインタがクリーンアップは必要であるか否かを
評価する状態以外の状態を指示する場合、クリーンアッ
プは始まっている。この場合、マイクロプロセッサ９２
はステップ５９４へ直接に分岐する。そうでない場合、
マイクロプロセッサ９２はステップ５９２へ進む。マイ
クロプロセッサ９２は、そこで、ＣＳＭ１の次状態ポイ
ンタをクリーンアップすべきブロックを選択する状態に
リセットすることにより、ＣＳＭ１に強制的に１つのブ
ロックをクリーンアップさせる。その後、ステップ５９
２からステップ５９４への分岐により注意はＣＳＭ２に
向かう。

【０２０４】ステップ５９４では、マイクロプロセッサ
９２は第２のクリーンアップ状態機械ＣＳＭ２をイネー
ブルする。次に、マイクロプロセッサ９２はクリーンア
ップが必要であるか否かを評価する状態３８０をバイパ
スし、ＣＳＭ２の次状態ポインタをコピーすべきブロッ
クを選択する状態３８２に設定する。マイクロプロセッ
サ９２はステップ５９４からステップ５９６へ分岐し
て、制御をトップレベルスケジューラ１５０に戻す。

【０２０５】IV．概 要 以上、固体メモリディスクを説明した。固体メモリディ
スクは、セクタごとにデータを記憶するＦＬＡＳＨメモ
リデバイスのアレイを含む。各々のメモリデバイスの中
の各ブロックは、そのブロックに記憶されているセクタ
と、各セクタがブロック内のどこに位置しているかとを
識別するブロックセクタ変換テーブルを維持している。
固体ディスク制御装置はセクタデータのＦＬＡＳＨアレ
イからの読取り及びセクタデータのＦＬＡＳＨアレイへ
の書込みを管理する。制御装置は、１つのデータのセク
タを書込むための指令を受信するたびに、セクタ番号を
使用してそのセクタの以前のバージョンをシークする。
与えられたセクタ番号と等しい論理セクタ番号を有する
データのセクタを見出すことによりセクタの以前のバー
ジョンを位置指定したならば、それをダーティとマーク
する。その後、書込むべきデータのセクタに対して、異
なる記憶場所にあるメモリスペースを割当てる。その結
果、特定のセクタ番号と関連するセクタデータは１つの
固定物理記憶場所にとどまるのではなく、ＦＬＡＳＨア
レイを巡って「浮動」する。

【０２０６】以上の明細書の中では、本発明の特定の実
施例を参照して本発明を説明した。しかしながら、特許
請求の範囲に記載されるような本発明のより広範囲の趣
旨から逸脱せずに本発明に対して様々な変形及び変更を
実施しうることは明白であろう。従って、明細書及び図
面は限定的な意味ではなく、例示としてみなされるべき
である。

【図面の簡単な説明】

【図１】固体メモリディスクを含むパーソナルコンピュ
ータのブロック線図。

【図２】固体メモリディスクのブロック線図。

【図３】ブロックファイル構造のブロック線図。

【図４】セクタ見出し変換テーブルの第１の実施例のブ
ロック線図。

【図５】パワーアップ時にセクタ見出し変換テーブルを
作成するためのアルゴリズムの流れ図。

【図６】固体ディスク制御装置のアルゴリズムのオブジ
ェクト図。

【図７】ディスク読取りの流れ図。

【図８】ブロックセクタ変換テーブルを使用してデータ
の１セクタをシークするための流れ図。

【図９】１セクタを書込むための流れ図。

【図１０】ＦＬＡＳＨアレイ中でメモリスペースを割当
てる第１の方法の流れ図。

【図１１】ＦＬＡＳＨアレイ中でメモリスペースを割当
てる第１の方法の流れ図。

【図１２】ブロックチェーンの図。

【図１３】書込み指令に応答してメモリスペースを割当
てる方法の流れ図。

【図１４】書込み指令に応答してメモリスペースを割当
てる方法の流れ図。

【図１５】ダーティとマークするアルゴリズムの流れ
図。

【図１６】クリーンアップ中の様々なサービスのブロッ
ク線図。

【図１７】クリーンアップ状態機械をイネーブルするた
めの流れ図。

【図１８】クリーンアップ状態機械の１つの状態を実行
するための流れ図。

【図１９】クリーンアップ状態機械の状態の流れ図。

【図２０】クリーンアップをトリガすべきか否かを評価
するためのアルゴリズムの流れ図。

【図２１】クリーンアップを適応トリガするためのアル
ゴリズムの流れ図。

【図２２】クリーンアップすべきブロックを選択するた
めのアルゴリズムの流れ図。

【図２３】クリーンアップのためにメモリを割当てのた
めの流れ図。

【図２４】クリーンアップのための空き物理メモリを割
当てる方法の流れ図。

【図２５】セクタバッファに１セクタをコピーするため
の流れ図。

【図２６】セクタバッファから宛先ブロックへ１セクタ
の一部をコピーするための流れ図。

【図２７】１セクタをコピーした後にデータベースを更
新するための流れ図。

【図２８】ブロックの消去を開始するための流れ図。

【図２９】ブロックの消去が完了したか否かを判定する
ための流れ図。

【図３０】ブロック消去後にデータベースを更新するた
めの流れ図。

【図３１】フォアグラウンドクリーンアップに関わる流
れ図。

【図３２】強制クリーンアップに関わる流れ図。

【図３３】クリーンアップを強制する別の方法の流れ
図。

【符号の説明】

５０ パーソナルコンピュータ ５２ 中央処理装置 ５４ モニタ ５６ キーボード ５８ マウス ６０ 固体ディスク ６２ ＦＬＡＳＨアレイ ６４ 固体ディスク制御装置 ６６ チップ対 ６８ 上位チップ ７０ 下位チップ ８０ａ、８０ｂ ブロック ８４ ＢＳＴＴ ８５ 見出し ８６ データスペース ９０ ブロック属性データ ９２ マイクロプロセッサ ９３ データベース ９４ ＳＨＴＴ ９５ ＦＬＡＳＨメモリ ９６ ウィンドウＡＳＩＣ ９８ セクタバッファ １００ 電荷ポンプ １５０ トップレベルスケジューラ １５２ ホストインタフェース １５４ ＦＬＡＳＨ媒体 １５６ ホストインタフェース １５８ セクタバッファ １６０ ディスク １６２ セクタ １６７ ＦＬＡＳＨアレイインタフェース

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート・エヌ・ハズバン アメリカ合衆国 95682 カリフォルニア 州・シングル スプリングス・ファウン ストリート・4544 (72)発明者 カート・ロビンソン アメリカ合衆国 95658 カリフォルニア 州・ニューキャッスル・ナヴァス レイ ン・22061

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 不揮発性半導体メモリデバイスを含み、
   その不揮発性半導体メモリデバイスは複数のメモリのブ
   ロックを有し、各々のブロックは複数のデータのセクタ
   と、ブロックセクタ変換テーブルとを記憶しており、ブ
   ロックセクタ変換テーブルはブロックに記憶されている
   セクタごとのセクタ番号と、セクタデータに対するオフ
   セットを指示するセクタオフセットとを含む固体メモリ
   ディスクに ａ）データのセクタを書込む要求に応答して第１の量の
   空きメモリを割当て、 ｂ）そのデータのセクタを複数の記憶場所に書込むこと
   を特徴とするセクタデータを書込む方法。
2. 【請求項２】 複数の不揮発性半導体メモリデバイスを
   含み、各々の不揮発性半導体メモリデバイスは複数のブ
   ロックを含み、各ブロックは複数のデータのセクタと、
   ブロックセクタ変換テーブルとを記憶しており、そのブ
   ロックセクタ変換テーブルはブロックに記憶されている
   データのセクタごとに１つの見出しを含み、各々の見出
   しはその見出しが関連しているセクタ番号と等しい論理
   セクタ番号と、その見出しと関連するセクタデータに対
   するオフセットを指示するセクタオフセットとを含む固
   体メモリディスクを ａ）第１のデータのセクタを書込むための指令と、その
   第１のデータのセクタと関連する第１のセクタ番号とを
   受信し、 ｂ）同様に第１のセクタ番号と関連しているデータのセ
   クタの以前のバージョンをダーティとマークし、 ｃ）第１のブロックセクタ変換テーブルを有する第１の
   ブロックの中の第１の量の空きメモリを割当て、 ｄ）第１のデータのセクタに関わる第１の見出しを第１
   のブロックセクタ変換テーブルに書込み、 ｅ）第１のデータのセクタを第１のブロックに書込んで
   制御する方法。
3. 【請求項３】 データを複数のセクタとして記憶する固
   体メモリディスクにおいて、 ａ）データを複数のセクタとして記憶するＦＬＡＳＨメ
   モリデバイスと、 ｂ）読取り指令に応答してデータのセクタを読取り且つ
   書込み指令に応答してデータのセクタを書込み、ＦＬＡ
   ＳＨメモリデバイスを制御する制御装置とを具備する固
   体メモリディスク。
4. 【請求項４】 各々が１つのセクタ番号を有する複数の
   データのセクタを記憶する固体メモリディスクにおい
   て、 ａ）データのセクタを記憶するＦＬＡＳＨメモリデバイ
   スのアレイと、 ｂ）書込み指令に応答してアレイに第１のデータのセク
   タを書込み且つ読取り指令に応答してアレイから第１の
   データのセクタを読取り、アレイを制御する制御装置
   と、 ｃ）第１のデータのセクタと関連する第１のセクタ番号
   を使用して、セクタデータに関わる物理アドレスを生成
   するセクタ変換テーブルとを具備する固体メモリディス
   ク。
5. 【請求項５】 複数のブロックを有し、各々のブロック
   は複数の記憶場所を含み、各ブロックは複数のデータの
   セクタと、ブロックセクタ変換テーブルとを記憶してお
   り、そのブロックセクタ変換テーブルはブロックに記憶
   されているセクタごとのセクタ番号と、セクタオフセッ
   トとを含み、セクタオフセットはセクタデータに対する
   オフセットを指示する固体メモリディスクを制御する制
   御装置において、 ａ）書込み指令に応答して第１のブロックの中の第１の
   複数の記憶場所を割当てる割当て手段と、 ｂ）セクタオフセットを第１のブロックのブロックセク
   タ変換テーブルに書込み、データのセクタを第１の複数
   の記憶場所に書込み、且つセクタ番号と等しい論理セク
   タ番号を第１のブロックのブロックセクタ変換テーブル
   に書込む書込み手段とを具備する制御装置。