JPH07105691A - 記憶装置の書き込み／消去および管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 フラッシュ・メモリ等の上書きができずバイ
ト単位で消去することができないメモリの書き込み／消
去、およびその管理を効率的に行うこと。 【構成】 本体処理装置２から記憶装置１にデータが送
られてくると、アドレスがデコード・テーブル１ｄによ
りデコードされ、一次記憶媒体１ｃを介して記憶領域１
ａの新たなセクタ／ブロックに書き込まれる。また、旧
データが既に存在している場合には、そのデータを消去
したり、そのデータを格納した領域に消去可能フラグを
立てる。そして、所定の時期に所定の単位で、消去不可
のデータを一次記憶媒体１ｃに退避して空き領域の作成
等の処理を行う。また、記憶領域１ａの一部が不良にな
った場合には、不良フラグを立て予備の領域で代替えす
る。その際、デコード・テーブル１ｄ（１ｅ）を書き換
えて予備の領域を割り当てたり、記憶領域を再編成する
ことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はパソコンの外部記憶装置
等に使用されるフラッシュ・メモリ等の上書きのできな
い記憶装置の書き込み／消去および管理方法に関するも
のである。

【０００２】

【従来の技術】近年、パソコン等の外部記憶装置とし
て、フラッシュ・メモリを使った外部記憶装置が注目を
あびている。フラッシュ・メモリは、不揮発性のためバ
ックアップ電源が不要であり、電気的に書き換えること
ができ、しかも安価であるが、次のような問題点を持っ
ている。 データを消去してからでなければ、データの書き込
みはできず、また、消去の単位はバイト単位は不可能で
あり、セクタ、ブロックもしくはチップ単位となる。こ
のため、通常のメモリのように、バイト単位でデータを
書き換えることはできず、読み出し速度に対して、書き
込み速度あるいは消去速度が遅い。 消去回数に制限があり、通常、消去回数が１０万〜
１００万回程度で消去不能となるといわれている。この
ため、セクタ、もしくはブロックの消去回数が平均化す
るように使用しないと、消去回数の多い部分が先に不良
となり、使用可能領域が減少する。

【０００３】フラッシュ・メモリは上記のような問題点
をもっているため、フラッシュ・メモリを使用するにあ
たっては、データの退避領域を用意し、データの書き換
え時にデータを退避したり、管理テーブルを設けてデー
タの書き込み／消去を管理したり、さらに、不良セク
タ、ブロック等が発生した場合に救済措置を講ずるな
ど、種々の方策が講じる必要がある。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】フラッシュ・メモリは
不揮発性で電気的に書き換えることができる等の長所を
持っている反面、上記のように多くの問題点を持ってお
り、従来から使用されているＤＲＡＭ、ＳＲＡＭ等の半
導体メモリとは異なり、その使用にあたって解決しなけ
ればならない問題点も多い。

【０００５】本発明は上記した問題点に鑑みなされたも
のであって、本発明の第１の目的は、フラッシュ・メモ
リ等のように上書きができず、また、バイト単位で消去
することができないメモリの書き込み／消去、およびそ
の管理を効率的に行うことができる記憶装置の書き込み
／消去および管理方法を提供することである。本発明の
第２の目的は、上記メモリにおいて、消去回数を平均化
することができる記憶装置の書き込み／消去および管理
方法を提供することである。

【０００６】本発明の第３の目的は、上記メモリにおい
て、書き込み速度を向上させることができる記憶装置の
書き込み／消去および管理方法を提供することである。
本発明の第４の目的は、上記メモリにおいて、信頼性を
向上させることができる記憶装置の書き込み／消去およ
び管理方法を提供することである。本発明の第５の目的
は、上記メモリにおいて、不良部分が発生したとき、救
済措置を講ずることができる記憶装置の書き込み／消去
および管理方法を提供することである。

【０００７】

【課題を解決するための手段】図１ないし図６は本発明
の原理図であり、図１は本発明の全体の概略構成を示す
原理図、図２，図３は本発明の請求項１〜１７の原理を
示す原理図、図４は本発明の請求項１８〜３０の原理を
示す原理図、図５は本発明の請求項３１〜３５の原理を
示す原理図、図６は本発明の請求項３６，３７の原理を
示す原理図である。

【０００８】図１ないし図６において、１は記憶装置、
１ａは上書きすることができず、また、セクタ、ブロッ
ク等の所定の単位でしかデータを消去することができな
い、例えばフラッシュ・メモリ等から構成される記憶領
域、１ｂは記憶領域１ａへのデータの書き込み等を制御
したり、記憶領域１ａの消去等を行う制御手段、１ｃは
記憶領域１ａへのデータの書き込み時に一時的にデータ
を格納したり、また、記憶領域１ａのデータを退避する
ための一次記憶媒体、１ｄ，１ｅは記憶領域１ａのアド
レスをデコードするためのデコードテーブル、２は本体
処理装置である。

【０００９】上記課題を解決するため、本発明の請求項
１の発明は、図１および図２（ａ），（ｂ）に示すよう
に、記憶領域１ａが複数のブロック１ａ−１，…，１ａ
−Ｎと、該ブロックを区切ったセクタから構成され、書
き込まれたデータをブロック単位で消去する記憶装置１
の書き込み／消去方法において、ブロック１ａ−１，
…，１ａ−Ｎ内の消去不可のデータを空きセクタがある
他のブロックに退避するに際して、消去可能なセクタ数
が多いブロックから所定数のｍブロックと、消去可能が
少ないブロックから所定数のｎブロックを選択し、選択
されたブロックを同時に空きセクタがある他のブロック
に退避するようにしたものである。

【００１０】本発明の請求項２の発明は、請求項１の発
明において、退避先のブロックに消去可能セクタ数が多
い方のブロックと少ない方のブロックのセクタを散在さ
せて退避するようにしたものである。本発明の請求項３
の発明は、請求項１または請求項２の発明において、消
去不可のセクタを複数のブロックに退避させるに際し
て、退避先のブロックに退避するセクタ数が均一になる
ようにしたものである。

【００１１】本発明の請求項４の発明は、図１および図
２（ａ），（ｃ）に示すように、記憶領域１ａが、退避
領域を含む複数のブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎから
構成され、書き込まれたデータをブロック単位で消去す
る記憶装置の書き込み／消去方法において、消去可能な
データを含むブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎのデータ
の内、消去不可のデータのみを退避領域に移動したの
ち、上記ブロックのデータを消去し、消去したブロック
を新たな退避領域とすることにより、空き領域を作成す
るようにしたものである。

【００１２】本発明の請求項５の発明は、請求項４の発
明において、ブロック毎に消去可能なデータを消去する
ようにしたものである。本発明の請求項６の発明は、請
求項４または請求項５の発明において、ブロック１ａ−
１，…，１ａ−Ｎ中の消去可能なデータが所定個数以上
のときのみ、空き領域作成処理を行うようにしたもので
ある。

【００１３】本発明の請求項７の発明は、請求項４，５
または請求項６の発明において、データの書き込み方向
に対して、退避領域の反対側のブロックの消去不可のデ
ータのみを退避領域に移動したのち、上記ブロックのデ
ータを消去し、消去したブロックを新たな退避領域とす
ることにより、空き領域を作成するようにしたものであ
る。

【００１４】本発明の請求項８の発明は、図１および図
２（ａ），図３（ａ）に示すように、記憶領域１が、予
備領域を含む複数のブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎか
ら構成され、書き込まれたデータをブロック単位で消去
する記憶装置の書き込み／消去方法において、書き込み
ポイントを予備領域に設定し、データが書き込まれたブ
ロックの消去不可のデータを予備領域に移動したのち、
上記ブロックのデータを消去する処理を繰り返し、最後
に消去したブロック以外のブロックの空きセクタ数が予
備領域にあるセクタ数と等しいか、もしくは、大きくな
ったとき、予備領域のデータを最後に消去したブロック
以外のブロックに移動することにより空きブロックを作
成するようにしたものである。

【００１５】本発明の請求項９の発明は、請求項８の発
明において、予備領域にデータを移動するブロックを、
消去可能データが多いブロックから選択していくように
したものである。本発明の請求項１０の発明は、請求項
８または請求項９の発明において、予備領域のデータ
を、データを最後に消去したブロック以外のブロックに
移動する際、移動先の書き込みポイントを、データを最
後に消去したブロックの後のブロックから空きセクタを
検索して予備領域のデータを移動するようにしたもので
ある。

【００１６】本発明の請求項１１の発明は、請求項８，
９または請求項１０の発明において、空きブロックが使
用不可になったとき、書き込みポイントを予備領域に設
定し、データが書き込まれたブロックの消去不可のデー
タを予備領域に移動したのち、上記ブロックのデータを
消去する処理を繰り返し、最後に消去したブロック以外
のブロックの空きセクタ数が予備領域にあるセクタ数と
等しいか、もしくは、大きくなったとき、予備領域のデ
ータを最後に消去したブロック以外のブロックに移動す
ることにより、空きブロックを作成し、使用不可となっ
た装置を救済するようにしたものである。

【００１７】本発明の請求項１２の発明は、請求項８，
９，１０または請求項１１の発明において、処理途中に
装置を停止し、再び立ち上げた際、予備領域に消去可能
なデータがある場合に、空きブロック作成中でかつ予備
領域のデータの移動中に処理が中断したと判断するよう
にしたものである。本発明の請求項１３の発明は、請求
項８，９，１０または請求項１１の発明において、処理
途中に装置を停止し、再び立ち上げた際、予備領域に消
去可能なデータがなく、それ以外のデータがある場合
に、空きブロック作成中でかつ予備領域へデータの移動
してブロックを消去しているとき処理が中断したと判断
するようにしたものである。

【００１８】本発明の請求項１４の発明は、図１および
図２（ａ），図３（ｂ）に示すように、記憶領域１が複
数のブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎから構成され、書
き込まれたデータをブロック単位で消去する記憶装置１
の消去方法において、ブロック毎に書き込みの有無を示
すフラグＦ１を設けて、フラグＦ１を参照して、書き込
まれたデータを消去するようにしたものである。

【００１９】本発明の請求項１５の発明は、請求項１４
の発明において、全記憶領域を消去する際、書き込みの
有無を示すフラグＦ１を参照して、書き込みの有るブロ
ックのみ消去するようにしたものである。本発明の請求
項１６の発明は、記憶領域１が複数のブロック１ａ−
１，…，１ａ−Ｎから構成され、書き込まれたデータを
ブロック単位で消去する記憶装置の消去方法において、
全記憶領域の消去処理が実行中であることを示す実行中
フラグＦ２を設け、全記憶領域を消去する際、最後に消
去するブロックに上記実行中フラグを立てるようにした
ものである。

【００２０】本発明の請求項１７の発明は、請求項１６
の発明において、全記憶領域の消去処理を実行中に、処
理が中断された際、実行中フラグを参照して、全記憶領
域の消去処理の再開を行うようにしたものである。本発
明の請求項１８の発明は、図１および図４に示すよう
に、記憶領域１が上書きできない複数のセクタで構成さ
れ、セクタに書き込まれたデータをセクタ単位で消去す
る記憶装置の書き込み管理方法において、同一のセクタ
番号を持つセクタを少なくとも２個用意し、同一番号が
付されたセクタのいずれか一方にデータがあった場合、
他方のセクタにデータを書き込むと同時に、一方のセク
タのデータを消去するようにしたものである。

【００２１】本発明の請求項１９の発明は、図１および
図４に示すように、記憶領域１が上書きできない複数の
セクタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセク
タ単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法におい
て、書き込みするセクタにデータがある場合、データを
一次記憶装置１ｃに転送している間に、上記セクタのデ
ータを消去し、データの消去完了後、もしくは、データ
転送の終了後、上記セクタにデータを書き込むようにし
たものである。

【００２２】本発明の請求項２０の発明は、請求項１８
または請求項１９の発明において、不良なセクタを代替
する予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２と、書き込みセクタ
を管理する書き換え可能なデコード・テーブル１ｄを設
け、不良なセクタが発生したとき、上記デコード・テー
ブル１ｄを書き換えることにより、予備の領域１ｂ−
１，１ｂ−２に書き込みセクタを変更するようにしたも
のである。

【００２３】本発明の請求項２１の発明は、請求項１
８，１９または請求項２０の発明において、予備の領域
１ｂ−１，１ｂ−２がなくなつたとき、デコード・テー
ブル１ｄを書き換えてセクタを再構成するようにしたも
のである。本発明の請求項２２の発明は、図１および図
４に示すように、記憶領域１が上書きできない複数のセ
クタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセクタ
単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法において、
Ｎ個のセクタ番号に対して、Ｎ＋１個のセクタを設ける
とともに、Ｎ＋１個の各セクタをＮ個のセクタ番号で共
有し、データをセクタへ書き込む際、データをＮ＋１個
のセクタの内の空いているセクタに書き込むようにした
ものである。

【００２４】本発明の請求項２３の発明は、請求項２２
の発明において、書き込みセクタを管理するデコード・
テーブル１ｄを設け、デコード・テーブル１ｄによりＮ
＋１個のセクタを１ブロックとして管理するようにした
ものである。本発明の請求項２４の発明は、請求項２２
または請求項２３の発明において、Ｎ＋１個のセクタを
管理するデコード・テーブル１ｄを細分化し、セクタの
割当情報を持たせるようにしたものである。

【００２５】本発明の請求項２５の発明は、請求項２３
の発明において、不良なセクタを代替する予備の領域１
ｂ−１，１ｂ−２を設け、不良なセクタが発生したと
き、デコード・テーブル１ｄを書き換えることにより、
予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２に書き込みブロックを変
更するようにしたものである。本発明の請求項２６の発
明は、請求項２４の発明において、不良なセクタを代替
する予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２を設け、不良なセク
タが発生したとき、デコード・テーブル１ｄを書き換え
ることにより、予備の領域に書き込みセクタを変更する
ようにしたものである。

【００２６】本発明の請求項２７の発明は、請求項２６
の発明において、不良なセクタが発生したとき、エラー
のあったセクタのみを予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２に
割り当て、元の領域はＮ−１個のセクタで共有するよう
にしたものである。本発明の請求項２８の発明は、請求
項２５，２６または請求項２７の発明において、予備の
領域１ｂ−１，１ｂ−２がなくなつたとき、デコード・
テーブル１ｄを再編成し空き領域を減少させるようにし
たものである。

【００２７】本発明の請求項２９の発明は、請求項２６
の発明において、予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２がなく
なつたとき、デコード・テーブルを再編成し、セクタ数
を減らし、予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２と通常の書き
込み領域に分けるようにしたものである。本発明の請求
項３０の発明は、図１，図４に示すように、読み書きが
可能で、かつ、記憶領域の一部が破壊する可能性のある
記憶領域１ａと、記憶領域１ａ中のデータが記憶されて
いる場所を示す書き換え可能なデコーダ１ｄとを備えた
記憶装置１における記憶装置の管理方法において、デコ
ーダを２段設け、記憶装置１の記憶領域１ａの一部が破
壊したとき、もしくは、デコータ１ｄ，１ｅの一部が破
壊したとき、２段のデコーダ１ｄ，１ｅのいずれか一
方、もくしは、両方を書き換えることにより、破壊した
部分へのデコードが行われないようにしたものである。

【００２８】本発明の請求項３１の発明は、図１および
図５に示すように、記憶領域１ａと、記憶領域１ａへの
データの書き込みを制御する制御手段１ｂとを備えた記
憶装置の管理方法において、記憶領域１ａへ書き込むデ
ータの大きさを上記制御手段１ｂに送り、制御手段１ｂ
が記憶領域１ａへ書き込むデータの大きさと記憶領域１
ａの内部状態に基づき書き込みに必要に時間を推定する
ようにしたものである。

【００２９】本発明の請求項３２の発明は、請求項３１
の発明において、推定された記憶領域１ａの書き込み時
間から書き込みに要する電力を求めるようにしたもので
ある。本発明の請求項３３の発明は、請求項３２の発明
において、求めた電力より、電力が有限な電源の残り電
力で記憶装置１への書き込みが可能か否かを判定するよ
うにしたものである。

【００３０】本発明の請求項３４の発明は、請求項３１
の発明において、推定された記憶領域１ａの書き込み時
間から記憶装置１の異常を判定するようにしたものであ
る。本発明の請求項３５の発明は、図１および図４に示
すように、消去出来なくなる可能性のある記憶領域１ａ
上に記録されたフラグの判定方法において、記憶領域１
ａ上に同一の機能に対応した複数ビットのフラグを記録
し、該フラグの論理積によりフラグの判定を行うように
したものである。

【００３１】本発明の請求項３６の発明は、図１および
図６に示すように、記憶領域１ａが複数に分割されてお
り、分割されたチップ内に複数のブロックが設けられ、
チップ内のブロックにデータを書き込む際、新たなブロ
ックにデータを書き込み、書き込んだデータがチップ内
に既に存在している場合には、そのデータをブロック単
位で消去する記憶装置の管理方法において、データを書
き込むチップを、書き込むデータに対応させて固定した
ものである。

【００３２】本発明の請求項３７の発明は、請求項３６
の発明において、各チップ内にデータを書き込むための
複数のワークブロックを設け、ワークブロックに不良が
発生した場合に、不良となったワークブロックを書き込
み／読み出し不可とするようにしたものである。

【００３３】

【作用】図１において、本体処理装置２から記憶装置１
に書き込みデータが送られてくると、制御手段１ｂはデ
ータを一次記憶媒体１ｃに格納する。そして、デコード
・テーブル１ｄ（１ｅ）を参照してアドレスをデコード
し、一次記憶媒体１ｃに格納されたデータを記憶領域１
ａの新たなセクタもしくはブロックに書き込む。その
際、書き込むデータの論理アドレスと同一の論理アドレ
スのデータが記憶領域１ａに既に存在している場合に
は、そのデータを消去したり、そのデータを格納した領
域に消去可能フラグを立てる。

【００３４】また、データを格納した領域に消去フラグ
を立てた場合には、制御手段１ｂは所定の時期に所定の
単位で、消去不可のデータを一次記憶媒体１ｃに退避し
て記憶領域１ａを消去し、一次記憶媒体１ｃに退避した
データを記憶領域１ａに書き戻す等の処理を行い、空き
領域の作成等を行う。さらに、制御手段１ｂは記憶領域
１ａの一部が不良になった場合には、デコード・テーブ
ル１ｄ（１ｅ）を書き換えるなどして、不良部分を予備
領域で代替する。

【００３５】本発明の請求項１〜４の発明においては、
図２（ａ）に示すように、記憶領域１ａが複数のブロッ
ク１ａ−１，…，１ａ−Ｎと、該ブロックを区切ったセ
クタから構成され、書き込まれたデータをブロック単位
で消去する記憶装置１の書き込み／消去方法において、
ブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎ内の消去不可のデータ
を空きセクタがある他のブロックに退避するに際して、
消去可能なセクタ数が多いブロックからｍブロックと、
消去可能が少ないブロックからｎブロック（ｍ，ｎは任
意の整数）を選択し、選択されたブロックを同時に空き
セクタがある他のブロックに、セクタを散在させて均一
に、退避するようにしたので、空きブロックを作成する
ことができるとともに、結果的に各ブロックに書き換え
が多いセクタと書き換えが少ないセクタが混在すること
となり、ブロックの消去回数を平均化することができ
る。

【００３６】本発明の請求項４〜７の発明においては、
記憶領域１ａが、退避領域を含む複数のブロック１ａ−
１，…，１ａ−Ｎから構成され、書き込まれたデータを
ブロック単位で消去する記憶装置の書き込み／消去方法
において、消去可能なデータを含むブロック１ａ−１，
…，１ａ−Ｎのデータの内、消去不可のデータのみを退
避領域に移動したのち、上記ブロックのデータを消去
し、消去したブロックを新たな退避領域とすることによ
り、空き領域を作成するようにしたので、消去可能デー
タをなくすことができ、本処理を予め行っておくことに
より、書き込み時間を短縮することができる。

【００３７】また、データの書き込み方向に対して、退
避領域の反対側のブロックの消去不可のデータのみを退
避領域に移動したのち、上記ブロックのデータを消去
し、消去したブロックを新たな退避領域とすることによ
り、書き込み場所を示す書き込みポインタと退避領域の
間に全ての空き領域を存在させることができる。したが
って、処理の中断があっても、書き込みポインタの示す
位置からデータを書き込むことができ、処理中断後に必
要とする処理量を少なくすることができる。

【００３８】本発明の請求項８〜１３の発明において
は、図２（ａ）に示すように、記憶領域１が、予備領域
を含む複数のブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎから構成
され、書き込まれたデータをブロック単位で消去する記
憶装置の書き込み／消去方法において、書き込みポイン
トを予備領域に設定し、データが書き込まれたブロック
の消去不可のデータを予備領域に移動したのち、上記ブ
ロックのデータを消去する処理を繰り返し、最後に消去
したブロック以外のブロックの空きセクタ数が予備領域
にあるセクタ数と等しいか、もしくは、大きくなったと
き、予備領域のデータを最後に消去したブロック以外の
ブロックに移動するようにしたので、空き領域を作成す
ることができる。また、空きブロックが使用不可になっ
たとき、使用不可となったブロックを救済して空きブロ
ックを作成することができる。

【００３９】さらに、予備領域のデータを、データを最
後に消去したブロック以外のブロックに移動する際、移
動先の書き込みポイントを、データを最後に消去したブ
ロックの後のブロックから検索して予備領域のデータを
移動するようにすることにより、最後に消去をかけたブ
ロックと書き込みポインタの間に全ての空きセクタを存
在させることができ、処理中断後の処理を簡単にするこ
とができる。

【００４０】またさらに、処理中断後、処理を再開した
とき、予備領域に消去可能なデータがあるか、あるい
は、消去不可のデータのみがあるかに応じて、処理中断
時点を判断することができ、処理中断時点の判断を単純
化することができる。本発明の請求項１４〜１７の発明
においては、図２（ａ）に示すように、記憶領域１が複
数のブロック１ａ−１，…，１ａ−Ｎから構成され、書
き込まれたデータをブロック単位で消去する記憶装置１
の消去方法において、ブロック毎に書き込みの有無を示
すフラグＦ１を設けて、フラグＦ１を参照して、書き込
まれたデータを消去するようにしたので、不要な消去を
避けることができ、消去時間の短縮を図ることができる
とともに、記憶媒体の寿命を延ばすことができる。

【００４１】また、全記憶領域の消去処理が実行中であ
ることを示す実行中フラグＦ２を設けることにより、全
記憶領域の消去処理を実行中に、処理が中断された際、
実行中フラグを参照して、全記憶領域の消去処理中であ
ることを判断することができ、不意の処理中断に対応す
ることができる。本発明の請求項１８の発明において
は、図４に示すように、記憶領域１が上書きできない複
数のセクタで構成され、セクタに書き込まれたデータを
セクタ単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法にお
いて、同一のセクタ番号を持つセクタを少なくとも２個
用意し、同一番号が付されたセクタのいずれか一方にデ
ータがあった場合、他方のセクタにデータを書き込むと
同時に、一方のセクタのデータを消去するようにしたの
で、書き込み速度を向上することができる。

【００４２】本発明の請求項１９の発明においては、図
３に示すように、記憶領域１が上書きできない複数のセ
クタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセクタ
単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法において、
書き込みするセクタにデータがある場合、データを一次
記憶装置１ｃに転送している間に、上記セクタのデータ
を消去し、データの消去完了後、もしくは、データ転送
の終了後、上記セクタにデータを書き込むようにしたの
で、請求項１８の発明と同様、書き込み速度を向上する
ことができる。

【００４３】本発明の請求項２０，２１の発明において
は、請求項１８または請求項１９の発明において、不良
なセクタを代替する予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２と、
書き込みセクタを管理する書き換え可能なデコード・テ
ーブル１ｄを設け、不良なセクタが発生したとき、上記
デコード・テーブル１ｄを書き換えることにより、予備
の領域１ｂ−１，１ｂ−２に書き込みセクタを変更し、
予備の領域１ｂ−１，１ｂ−２がなくなつたとき、デコ
ード・テーブル１ｄを書き換えてセクタを再構成するよ
うにしたので、不良セクタ発生時の救済を行うことがで
きる。本発明の請求項２２〜２９の発明においては、図
４に示すように、記憶領域１が上書きできない複数のセ
クタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセクタ
単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法において、
Ｎ個のセクタ番号に対して、Ｎ＋１個のセクタを設ける
とともに、Ｎ＋１個の各セクタをＮ個のセクタ番号で共
有し、データをセクタへ書き込む際、データをＮ＋１個
のセクタの内の空いているセクタに書き込むようにした
ので、書き込み速度を向上することができるとともに、
余分に用意するセクタの数を少なくすることができ、コ
ストダウンを図ることができる。

【００４４】また、不良なセクタを代替する予備の領域
１ｂ−１，１ｂ−２を設け、不良なセクタが発生したと
き、デコード・テーブル１ｄを書き換え、予備の領域１
ｂ−１，１ｂ−２に書き込みブロックあるいはセクタを
変更するようにしたり、デコード・テーブル１ｄを再編
成するようにしたので、不良セクタ発生時の救済を行う
ことができる。

【００４５】本発明の請求項３０の発明においては、読
み書きが可能で、かつ、記憶領域の一部が破壊する可能
性のある記憶領域１ａと、記憶領域１ａ中のデータが記
憶されている場所を示す書き換え可能なデコーダ１ｄと
を備えた記憶装置１における管理方法において、図４に
示すように、デコーダを２段設け、記憶装置１の記憶領
域１ａの一部が破壊したとき、もしくは、デコータ１
ｄ，１ｅの一部が破壊したとき、２段のデコーダ１ｄ，
１ｅのいずれか一方、もくしは、両方を書き換えること
により、破壊した部分へのデコードが行われないように
したので、デコーダとして、ＥＥＰＲＯＭ、フラッシュ
メモリ等のその一部が破壊する可能性のある記憶媒体を
用いた場合においても、アドレスがエラーとなる確率を
著しく減少させることができ、信頼性を確保することが
できる。

【００４６】本発明の請求項３１〜３４の発明において
は、図５に示すように、記憶領域１ａと、記憶領域１ａ
へのデータの書き込みを制御する制御手段１ｂとを備え
た記憶装置の管理方法において、記憶領域１ａへ書き込
むデータの大きさを上記制御手段１ｂに送り、制御手段
１ｂが記憶領域１ａへ書き込むデータの大きさと記憶領
域１ａの内部状態に基づき書き込みに必要に時間を推定
しているので、推定された記憶領域１ａの書き込み時間
と書き込みに必要な電力とから、現在の残存電力で書き
込みが可能か否かを判定することができ、システムの信
頼性を向上させることができる。

【００４７】また、上記推定された記憶領域１ａの書き
込み時間と実際の書き込み時間を比較する等により、記
憶装置１の異常を判定することもできる。本発明の請求
項３５の発明においては、図５に示すように、消去出来
なくなる可能性のある記憶領域１ａ上に記録されたフラ
グの判定方法において、記憶領域１ａ上に同一の機能に
対応した複数ビットのフラグを記録し、該フラグの論理
積によりフラグの判定を行うようにしたので、全ビット
が不良にならない限り、正しい判定値を常に出力するこ
とができ、システムの信頼性を向上させることができ
る。

【００４８】本発明の請求項３６〜３７の発明において
は、図６に示すように、記憶領域１ａが複数に分割され
ており、分割されたチップ内に複数のブロックが設けら
れ、チップ内のブロックにデータを書き込む際、新たな
ブロックにデータを書き込み、書き込んだデータがチッ
プ内に既に存在している場合には、そのデータをブロッ
ク単位で消去する記憶装置の管理方法において、データ
を書き込むチップを、書き込むデータに対応させて固定
したので、制御手段１ｂは各チップ内のデータのみを管
理すればよく、全領域を管理する必要がない。このた
め、制御手段１ｂにおける管理テーブルを簡単にするこ
とができ、書き込み速度を向上させることができる。ま
た、各チップ内にデータを書き込むための複数のワーク
ブロックを設けることにより、ワークブロックに不良が
発生した場合に、不良となったワークブロックを救済す
ることができる。

【００４９】

【実施例】次に、Ａ．本発明の前提となるシステムの構
成、Ｂ．データの退避、空き領域の作成等の書き込み／
消去処理、Ｃ．消去処理、Ｄ．書き込み速度の向上およ
び不良セクタ発生時の予備領域の割り当て、Ｅ．アドレ
ス変換用デコード部の信頼性の向上、Ｇ．メモリへのデ
ータ書込み時間の推定処理、Ｆ．フラグ判定処理におけ
る信頼性の向上、Ｇ．管理テーブルを節約することがで
きるメモリ管理方法について、本発明の実施例を以下に
説明する。 Ａ．本発明の前提となる記憶装置の構成。

【００５０】図７は本発明の前提となるフラッシュ・メ
モリを使用した記憶装置の構成を示すブロック図であ
る。同図において、２０は例えばメモリ・カード等の記
憶装置、２１はフラッシュ・メモリのデータの書換え、
消去等を制御するコントローラＬＳＩ、２２はプロセッ
サ、２３は各種テーブルを格納したり、データの書き込
み時のデータ・バッファあるいは退避バッファとして使
用されるＳＲＡＭ、２４はクロック発振器、２５−１〜
２５−５はフラッシュ・メモリである。

【００５１】同図において、本体よりＳＲＡＭ２３に転
送されたデータをフラッシュ・メモリ２５−１〜２５−
５に書き込む際、前記したようにフラッシュ・メモリは
上書きができないので、データを書き込み場合には、新
たな領域にデータを書き込む。また、データ更新の場合
には、旧データに消去フラグを立てる等の措置を講ず
る。そして、旧データに消去フラグが立てられている場
合には、所定の時期に、消去フラグが付されていないデ
ータのみを所定の単位でＳＲＡＭ２３の退避領域に退避
し、フラッシュ・メモリの書き込むべき領域を消去した
のち、データを書き戻すことによりデータの整理を行
う。

【００５２】図８は上記したＳＲＡＭ２３の内容を示す
図であり、同図に示すように、ＳＲＭ２３には下記のデ
ータが格納される。 (1) 消去回数テーブル フラッシュ・メモリの各ブロックの消去回数を保持して
いる。 (2) 消去可能セクタ数テーブル 各ブロックの消去可能セクタ・フラグの立っている総数
値を保持する。 (3) 書き込みポインタ フラッシュ・メモリに書き込みを開始するチップNo. ，
ブロックNo. ，セクタ・アドレスNo. を保持する。 (4) ＷＯＲＫ−ＢＬＯＣＫ−No. 現在のＷＯＲＫ−ＢＬＯＣＫ−No. を示し、チップNo.
，ブロックNo. を保持する。 (5) 整理ポインタ 現在、整理をしているチップNo. ，ブロックNo. ，セク
タ・アドレスNo. を保持する。 (6) 書き換え有無 現在、書き込みするデータが新規であるかどうかを示
す。 (7) 書き込み回数 整理時の本体書き込み回数を管理する。 (8) 退避カウンタ 整理時の退避動作のセクタ数を管理する。 (9) チップ数 カードの搭載フラッシュ−チップ数を保持する。 (10)セクタマップ・テーブル 論理アドレスの変換用にチップNo. ，ブロックNo. ，セ
クタ・アドレスNo. を保持する。

【００５３】図９、図１０はフラッシュ・メモリ２５−
１〜２５−５の内容を示す図であり、フラッシュ・メモ
リの各セクタには、次の(1) から(5) に示す制御情報、
データ等が格納されている。なお、この例においては、
セクタが１２６設けられており、各セクタには、(1) か
ら(5) の管理情報等とデータが格納され、１２６番目の
セクタの後に、次の(6) から(14)の管理情報等が格納さ
れている。 (1) 不良フラグ このセクタの状態を示し、使用不可の場合に、ここに書
き込みを行う。 (2) 消去フラグ このセクタのデータの状態を示し、書き換え等で無効に
なった場合に、ここに書き込みを行う。 (3) 論理アドレス このセクタの論理アドレスを示す。 (4) データ このセクタに書き込まれたデータ。 (5) チェックサム 書き込んだデータのチェックサム (6) 不良セクタ・メモリ 整理対象ブロックの中の不良セクタを示す。 (7) 整理元消去回数 整理対象ブロックの消去回数。 (8) 退避ブロックNo. データを退避してくるチップNo. ，ブロックNo. (9) 消去Ｓｔａｒｔ 整理対象ブロックの消去を開始する時に立てる。 (10)消去Ｅｎｄ 整理対象ブロックの消去を終了するときに立てる。 (11)Ａｌｌ Ｅｒａｓｅ対象 Ａｌｌ Ｅｒａｓｅ時に消去対象として確定した時に立
てる。 (12)空きブロック ブロック内にデータがあるかを示し、データがある場合
に立てられる。 (13)ブロック・ステータス このブロックの状態を示し、使用不可になった場合に立
てる。

【００５４】図１１ないし図１５はフラッシュ・メモリ
２５−１から２５−５へのデータ書き込み時のプロセッ
サ２２における処理を示すフローチャートであり、同図
を参照して書き込み時の動作を詳細に説明する。図１１
のステップＳ１において、ＳＲＡＭ２３の、現在書き込
みをするデータが新規であるか否かを示す「書き換えの
有無」（図８参照）を０として、ステップＳ２におい
て、整理中であるか否かを判別する。整理中でない場合
には、ステップＳ５に行き、ＳＲＡＭ２３の、整理時の
本体書き込み回数を管理する「書き込み回数」を０にし
ステップＳ７に行く。

【００５５】また、整理中の場合には、ステップＳ３に
行き、「書き込み回数」に１を加え、ステップＳ４にお
いて、書き込み回数が６であるか否かを判別する。書き
込み回数が６の場合には、ステップＳ６に行き、書き込
み回数を１にする。また、書き込み回数が６でない場合
には、ステップＳ７に行く。上記処理は、後述するよう
に、書き込み回数が２〜５の場合には整理動作を行わな
いようし、書き込み回数が１の時のみ整理動作を行うこ
とにより、頻繁な整理動作を避けるためであり、上記の
ように書き込み回数を設定することにより、５回に１回
整理動作を行うこととなる。

【００５６】ステップＳ７において、書き込むデータの
論理アドレスがオーバーしているか否かを判別し、オー
バーしている場合には、エラー処理を行う。論理アドレ
スがオーバーしていない場合には、ステップＳ８に行
き、旧データかあるか否か、すなわち、現在書き込むデ
ータが新規なデータであるか否か判別し、新規なデータ
でない場合には、ステップＳ９において、ＳＲＡＭ２３
の「書き換えの有無」を１にしてステップＳ１１に行
く。また、新規なデータの場合には、ステップＳ１０に
おいて、ＳＲＡＭ２３の「書き換えの有無」を０にして
ステップＳ１１に行く。

【００５７】ついで、ステップＳ１１において、本体か
らデータをＳＲＡＭに転送し、ステップＳ１２において
転送エラーがあるか否かを判別する。転送エラーがある
場合にはエラー処理を行う。転送エラーがない場合に
は、図１２のステップＳ１３に行き、書き換えの有無、
すなわち、新規データであるかどうか判別し、新規デー
タでない場合には、データの更新であるので、ステップ
Ｓ１４において旧データのあるセクタに消去ビットを書
き込み、ステップＳ１５に行く。

【００５８】ステップＳ１５において、ＳＲＡＭ２３の
整理時の書き込み回数を管理する「書き込み回数」が１
であるか否かを判別し、「書き込み回数」が１の場合に
は、ステップＳ１６以降でフラッシュ・メモリの整理を
行う。また、「書き込み回数」が１でない場合には、図
１５のステップＳ４６に行き、ステップＳ４６以降で、
ＳＲＡＭ２３のデータをフラッシュ・メモリへ書き込
む。

【００５９】ステップＳ１６において、ＳＲＡＭ２３上
の整理時における退避動作のセクタ数を管理する「退避
カウンタ」を０にして、ステップＳ１７において、現在
整理をしているセクタアドレスNo. を示す「整理ポイン
タ」（セクタアドレス）が１２６セクタより多いか否か
を判別し、１２６より小さくない場合には、整理が終了
したものとして、図１４のステップＳ３８に行く。ま
た、「整理ポインタ」（セクタアドレス）が１２６セク
タより少ない場合には、ステップＳ１８に行き、整理ポ
インタが０であるか否かを判別し、整理ポインタが０で
ない場合にはステップＳ２２に行く。

【００６０】整理ポインタが０の場合には、ステップＳ
１９において、各ブロックの消去回数や消去可能セクタ
数をＳＲＡＭ２３のテーブルから求め、それをもとにし
て、整理対象を選択する。ついで、ステップＳ２０にお
いて、フラッシュ・メモリ上のＷＯＲＫ−ＢＬＯＣＫの
退避ブロックNo. （図１０参照）に整理対象のチップN
o. ，ブロックNo. を書き込む。

【００６１】ステップＳ２１において、書き込みエラー
があるか否か判別し、書き込みエラーがある場合には、
エラー処理を行い、書き込みエラーがない場合には、ス
テップＳ２２に行く。ステップＳ２２において、退避す
るデータを検索する。すなわち、フラッシュ・メモリの
データに消去フラグ（図９参照）が書き込まれている場
合には、次のセクタに行く。また、論理アドレスが無い
場合には消去フラグを書き込み、次のセクタに行き、論
理アドレスが異常のものは消去フラグと不良フラグを書
き込み、次のセクタに行く。

【００６２】次いで、図１３のステップＳ２３に行き、
書き込みエラーがあるか否かを判別し、書き込みエラー
がない場合には、ステップＳ２４において、整理ポイン
タ（セクタアドレス）が１２６番目のセクタを指してい
るか否かを判別し、整理ポインタが１２６である場合に
は、整理が終わったものとして、図１４のステップＳ３
８に行く。

【００６３】整理ポインタが１２６でない場合には、ス
テップＳ２５に行き、退避するデータをフラッシュ・メ
モリからＳＲＡＭ２３に移動し、ステップＳ２６におい
て、生成したチェックサムがフラッシュ・メモリ上のチ
ェックサム（図９参照）と一致するか否かを判別する。
一致しない場合には、ステップＳ２７において、チェッ
クサムがＦＦｈであるか否かを判別する。

【００６４】そして、チェックサムがＦＦｈでない場合
には、ステップＳ２８にいき、フラッシュ・メモリ上の
チェックサムをＦＦｈとし、データ退避元のセクタの不
良フラグを書き込み、ステップＳ２９に行く。ステップ
Ｓ２９において、書き込みエラーが有るか否か判別し、
ステップＳ３０に行く。また、ステップＳ２６におい
て、チェックサムが一致するか、Ｓ２７において、チェ
ックサムがＦＦｈの場合には、ステップＳ３０に行き、
書き込みポインタが示すセクタから書き込めるセクタを
探し、ステップＳ３１において、書き込み可能セクタが
あるか否かを判別する。書き込み可能セクタがない場合
には、エラー処理を行い、書き込み可能セクタがある場
合には、ステップＳ３２に行き、ＳＲＡＭ２３上のデー
タをフラッシュ・メモリに移動する。

【００６５】ステップＳ３３において、書き込みエラー
が有るか否かを判別し、書き込みエラーがある場合に
は、ステップＳ３０に戻る。書き込みエラーがない場合
には、図１４のステップＳ３４に行き、データ退避元の
セクタの消去フラグを書き込む。そして、ステップＳ３
５において、書き込みエラーがあるか否かを判別し、書
き込みエラーがない場合には、ステップＳ３６におい
て、ＳＲＡＭ２３上のセクタマップテーブルを書き換え
るとともに、退避カウンタに１を加える。

【００６６】ついで、ステップＳ３８において、退避動
作が予め定められた所定回数（この場合には６０回）行
われたか否かを判別し、退避動作が６０回になった場合
には、ひとまずフラッシュメモリの整理を終えてステッ
プＳ３８に行く。また、退避動作が６０回になっていな
い場合には、図１２のステップＳ２２に戻り上記処理を
繰り返す。

【００６７】退避カウンタが６０になっているか、前記
した図１２のステップＳ１７において、整理ポインタが
１２６より小さくないと判別された場合には、ステップ
Ｓ３８に行き、退避カウンタが０であるか否か判別す
る。そして、退避カウンタが０である場合、つまり、整
理ポインタが１２６より小さくない場合であって、か
つ、退避動作が行われていない場合には、ステップＳ３
９に行き、ステップＳ３９以降で、不良フラグの情報を
不良セクタメモリに書き込む等の処理を行う。

【００６８】すなわち、退避カウンタが０である場合に
は、処理時間が短かかったので、Ｓ３９以降の不良フラ
グの情報を不良セクタメモリに書き込む等の処理を行
い、また、退避カウンタが０でない場合には、図１５の
ステップＳ４６に行き、ＳＲＡＭ２３上のデータをフラ
ッシュ・メモリに移動する等の処理を行う。ステップＳ
３９において、退避したブロックの不良フラグの情報を
書き込み先（書き込み先はＷＯＲＫ−ＢＬＯＣＫ）の不
良セクタ・メモリ（図１０参照）に書き込み、また、消
去回数を整理元消去回数欄（図１０参照）に書き込む。
ステップＳ４０において、書き込みエラーがあるか否か
を判別し、書き込みエラーがない場合には、ステップＳ
４１に行き、整理したブロックを消去する。ステップＳ
４２において、消去エラーがあるか否か判別し、消去エ
ラーがない場合には、図１５のステップＳ４３に行き、
消去したブロックに不良セクタメモリから不良フラグ情
報を戻し、整理元消去回数に１を加えて、消去回数に書
き込む。

【００６９】ついで、ステップＳ４４において、消去し
たブロックに対応するテーブルの消去回数に１を加え、
消去可能セクタ数を０にする。ステップＳ４５におい
て、整理ポインタをＷＯＲＫ−ＢＬＯＣＫに入れ、整理
ポインタを０とする。次にステップＳ４６に行き、書き
込みポインタの示すセクタから書き込めるセクタを探
し、ステップＳ４７において書き込み可能セクタが有る
か否かを判別する。書き込み可能セクタがある場合に
は、ステップＳ４８に行き、ＳＲＡＭ２３上のデータを
フラッシュ・メモリに移動し、ステップＳ４９におい
て、書き込みエラーがあるか否かを判別する。

【００７０】書き込みエラーが有る場合には、ステップ
Ｓ４６に戻り、書き込みエラーがない場合には、ステッ
プＳ５０に行く。ステップＳ５０において、書き換え有
無が１であるか否か、すなわち、書き込みするデータが
新規であるか否か判別し、書き換えの有無が１の場合に
は、ステップＳ５１で消去フラグを書き込んだセクタに
対応する消去可能セクタ数テーブル（図８参照）の値に
１を加え、ステップＳ５２に行く。

【００７１】ステップＳ５０において、書き換え有無が
０である場合には、ステップ５２において、セクタマッ
プテーブル（図８参照）を書き換え、ステップＳ５３に
おいて、次の書き込みに備えて、書き込みポインタの示
すセクタから書き込めるセクタを探しておき終了する。 Ｂ．書き込み／消去処理。

【００７２】前記したように、フラッシュ・メモリは、
消去回数に制限があり、全てのメモリを有効に活用する
ためには、消去回数を平均化する必要がある。また、フ
ラッシュ・メモリは上書きをすることができず、データ
を書き換える場合には、新たなセクタにデータを書き込
んで、旧データに消去可能フラグを立ておくなどの措置
を講じ、適宜の時点で消去可能フラグが立っているセク
タを消去する必要がある。

【００７３】このため、消去可能なデータを消去してデ
ータを書き込むための空き領域を確保する必要があると
ともに、上記空き領域が、不良ブロックが発生するなど
の原因により使えなくなったとき、救済措置を講じて新
たな空き領域を作成する必要がある。以下に、上記した
消去回数の平均化（実施例１）、消去可能なデータを消
去して空き領域を確保する空き領域の作成（実施例
２）、不良ブロック発生時の空き領域作成のための救済
措置（実施例３）等の領域処理についての本発明の実施
例を示す。 （１）実施例１（消去回数の平均化） 前記したように、フラッシュ・メモリは、消去回数に制
限があり、全てのメモリを有効に活用するためには、消
去回数を平均化する必要がある。

【００７４】本実施例は、各ブロックの消去回数を意識
することなく、消去回数のバラツキを抑えることが可能
な実施例を示しており、本実施例においては、セクタ単
位で追記書き込み、ブロック単位で消去するメモリにお
いて、ブロックをセクタ単位で区切り、以下に示すよう
に、消化可能なセクタが多いブロックと、消去可能なセ
クタが少ないブロックとを混ぜ合わせて新しいブロック
に書き込むことにより、消去回数を平均化している。

【００７５】次に本実施例について説明する。図１６な
いし図２０は本実施例における書き込み処理を示す図で
あり、本実施例においては、６セクタを持つ６ブロック
のフラッシュ・メモリにＡからＯの論理セクタを書き込
む例を示している。また、以下の説明においては、ブロ
ック内の空きセクタの数がＮ個（本実施例では２個）に
なった場合にＭ個のブロック（本実施例では２個）に退
避動作を行うこととし、また、消去可能セクタ数が多い
方からｍブロック（本実施例では１ブロック）と消去可
能セクタの少ない方からｎブロック（本実施例では１ブ
ロック）を選択して、同時に退避する。

【００７６】なお、退避動作を行う場合には、前記した
ように、消去可能フラグが立っていないセクタを読み出
して、図７に示すＳＲＡＭ２３に移動し、ついで、ＳＲ
ＡＭ２３に移動したセクタを新たなブロックに書き込
む。図１６の（ａ）において、同一のセクタがないの
で、ブロック１とブロック２にセクタＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，
Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｉを、最初のセクタから順番に書き込
む。

【００７７】（ｂ）において、セクタＣ，Ｄを書き込
む。この場合には、同一のセクタＣ，Ｄがあるので、既
にＣ，Ｄが書き込まれているセクタに消去可能フラグを
立て、新しいセクタＣ，Ｄを書き込む。ついで、図１７
の（ｃ）において、セクタＪ，Ｋ，Ｌ，Ｍ，Ｎ，Ｏを書
き込む。この場合にも、（ａ）の場合と同様、同一のセ
クタがないので、既に書き込まれたセクタの後に順番に
書き込む。

【００７８】（ｄ）において、セクタＨ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，
Ｍ，Ｎを書き込む。同一セクタが書き込まれているの
で、消去可能フラグを立て、新しいセクタＨ，Ｉ，Ｊ，
Ｋ，Ｍ，Ｎを書き込む。図１８（ｅ−１），（ｅ−２）
において、セクタＣ，Ｄを書き込む。その際、空きブロ
ックの数が２個になっているので、退避動作を行う。

【００７９】すなわち、図１７の（ｄ）において、消去
可能なセクタが最も多いブロック３と、消去可能セクタ
が最も少ないブロック４を選択し、ブロック３のセクタ
とブロック４のセクタを混在させ、退避先の各ブロック
のセクタ数が均一になるように、空きブロック５と６に
書き込む。その結果、図１８（ｅ−１）に示すように、
セクタＯ，Ｉ，Ｋ，Ｍがブロック５に、また、セクタ
Ｈ，Ｊ，Ｌ，Ｎがブロック６に書き込まれ、ブロック３
と４が空きブロックとなる。

【００８０】この状態で、既にＣ，Ｄが書き込まれたブ
ロック２に消去可能フラグを立て、セクタＣ，Ｄを図１
８（ｅ−２）に示すようにブロック５に書き込む。図１
９（ｆ−１）において、セクタＨ，Ｉ，Ｊを書き込む。
この場合にも、同一のセクタが既にあるので、ブロック
５とブロック６に消去可能フラグを立て、ブロック６に
セクタＨ，Ｉを書き込むが、セクタＪを書き込む時点で
空きブロックが２個になったので、前記と同様退避動作
を行う。

【００８１】すなわち、（ｆ−２）に示すように、消去
可能なセクタが最も多いブロック２と、消去可能セクタ
が最も少ないブロック６を選択し、ブロック２のセクタ
とブロック６のセクタを混在させ、退避先の各ブロック
のセクタ数が均一になるように、空きなブロック３と４
に書き込む。ついで、（ｆ−３）に示すように、セクタ
Ｊを書き込む。この場合にも同一セクタがあるので、既
に書き込まれているブロック４のセクタに消去可能フラ
グを立て、ブロック３にセクタＪを書き込む。

【００８２】図２０（ｇ）において、セクタＥ，Ｆ，Ｇ
を書き込む。この場合にも同一セクタがあるので、既に
書き込まれているブロック１，３のセクタに消去可能フ
ラグを立て、ブロック３と４にセクタＥ，Ｆ，Ｇを書き
込む。図２１は本実施例の処理を示すフローチャートで
あり、同図により本実施例の処理について説明する。

【００８３】ステップＳ１において、本体よりデータを
受け取ると、ステップＳ２のおいて、空きセクタ有りの
ブロック数がＮ以下であるか否か判別する。空きセクタ
有りのブロック数がＮ以下でない場合には、ステップＳ
７に行く。空きセクタ有りのブロック数がＮ以下の場合
には、ステップＳ３において、消去可能セクタ数が多い
ブロックからｍブロックを退避対象とし、ステップＳ４
において、消去可能セクタ数が少ないブロックからｎブ
ロックを退避対象とする。

【００８４】ステップＳ５において、退避対象のブロッ
クからデータを空きブロックに移動する。その際の書き
込み方は、データを移動する毎に書き込みブロックを変
え、Ｍ個のブロックに書き込んだら最初に書き込んだブ
ロックに戻る。ついで、ステップＳ６において、退避対
象のブロックを消去する。ステップＳ７において、同一
論理セクタがあれば、既に書き込まれている物理セクタ
に消去可能フラグを立て、ステップＳ８において、本体
から受け取ったデータをフラッシュ・メモリに書き込
む。

【００８５】ところで、一般にセクタには、システム・
プログラムのように殆ど書き換えが行われないデータを
格納したセクタと、常時書き換えが行われるデータを格
納したセクタがあり、普通にデータの書き込み／退避を
おこなっていると、殆ど書き換えが行われないセクタが
多いブロックは消去回数が少なくなる。したがって、上
記のように、消去可能なセクタが多いブロック（常時書
き換えが行われるセクタが多いブロック）と、消去可能
なセクタが少ないブロック（殆ど書き換えが行われない
セクタが多いブロック）とを混ぜ合わせて新しいブロッ
クに書き込むことにより、結果的に各ブロックに書き換
えが多いセクタと書き換えが少ないセクタが混在するこ
ととなり、ブロックの消去回数を平均化することができ
る。

【００８６】本実施例においては、上記のような原理に
基づき書き込み処理をおこなっているので、各ブロック
の消去回数を意識することなく、消去回数のバラツキを
抑えることができ、フラッシュ・メモリのように消去回
数が有限なメモリの寿命を延ばすことが可能となる。ま
た、消去回数をカウントすることなく消去回数のバラツ
キを抑えることができるので、消去回数をカウントする
ための領域を設けることなく、メモリの管理を行うこと
も可能となる。 （２）実施例２（消去可能データの消去による空き領域
の作成） 前記したように、フラッシュ・メモリは上書きをするこ
とができず、消去した後でなければ書き込みを行うこと
ができない。このため、書き込み時、同一のセクタがあ
る場合には消去可能フラグを立て、適宜の時点で消去可
能フラグが立っているセクタを消去する必要がある。

【００８７】本実施例は、上記のように、消去フラグが
たっている消去可能なデータを記憶媒体上からなくすた
めの領域処理を示しており、本実施例による領域処理を
処理の空き時間などに予め行っておくことにより、書き
込みできる領域を確保でき、書き込み時間を短縮するこ
とができる。図２２から図２５は本実施例における書き
込み／消去処理を示す図であり、同図により本実施例を
説明す。なお、本実施例においては、次の点を前提とし
ている。 ブロック数が６個で、１ブロックあたり、６個のセ
クタがあり、リード／ライトはセクタ単位で行い、消去
はブロック単位で行う。 書き込み方式は追記書き込み方式であり、同じアド
レスの論理セクタを書き込むときは、旧論理セクタに格
納されている物理セクタに消去可能フラグを立てる。 追記のために書き込み領域を５ブロック＋退避領域
１ブロック（ブロック１〜ブロック６）とする。 書き込み領域がなくなった場合には、消去可能フラ
グが立っている物理セクタが一番多いブロックの消去不
可の物理セクタのデータを退避領域に移動して、移動元
のブロックを消去する。そして、そのブロックを退避領
域として使用し、今までの退避領域を書き込み領域とす
る（この一連の動作を退避動作と呼ぶ）。 本体から送られて来るセクタのアドレスはＡからＰ
とする。 ブロック中に消去可能なデータがｍ以上あるとき、
本実施例における領域処理の対象とする（図２２から図
２５の例においては、ｍ＝１としている）。

【００８８】なお、図２２から図２５中のブロックの右
に付された矢印は書き込み場所を示す書き込みポインタ
の位置である。図２２（ａ）において、論理セクタＡ〜
Ｇを書き込む。この場合には、同一アドレスの論理セク
タがないので、書き込みポインタが指す位置から順番に
書き込む。

【００８９】（ｂ）において、論理セクタＡ，Ｄ〜Ｇを
書き込む。この場合には、同アドレスの論理セクタ
（Ａ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ）があるので、消去可能フラグを
立てた後に、（ａ）と同様に書き込む。（ｃ）におい
て、論理セクタＨ〜Ｎを書き込む。この場合には、同一
アドレスの論理セクタがないので、そのまま書き込む。

【００９０】図２３（ｄ）において、Ａ，Ｇ〜Ｌを書き
込む。この場合には、同アドレスの論理セクタ（Ａ，
Ｇ，Ｈ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，Ｌ）があるので、消去可能フラグ
を立てた後に書き込む。（ｅ）において、Ａ，Ｈ〜Ｊを
書き込む。この場合にも、同アドレスの論理セクタ
（Ａ，Ｈ，Ｉ，Ｊ，）があるので、消去可能フラグを立
てた後に書き込む。

【００９１】（ｆ−１）において、Ａ，Ｉ〜Ｌの書き込
みを行おうとするが書き込み領域がないので、退避動作
をを行う。すなわち、消去可能フラグが立っている物理
セクタが一番多いブロック（ブロック３）のデータを退
避領域（ブロック６）に移動して、移動元のブロックを
消去する。そして、そのブロック（ブロック３）を退避
領域として使用し、今までの退避領域（ブロック６）を
書き込み領域とする。

【００９２】その結果、（ｆ−１）のようになる。つい
で、図２４（ｆ−２）に示すように、Ａ，Ｉ〜Ｌを書き
込む。この場合には、同アドレスの論理セクタがあるの
で、消去可能フラグを立てた後にＡ，Ｉ〜Ｌを書き込
む。この時、書き込みポインタは退避領域（ブロック
６）の先頭にある。

【００９３】以上のよう書き込むことにより、消去可能
なデータを増えたので、本実施例による領域処理を行
う。すなわち、退避領域（ブロック３）から見て、書き
込み方向に対して一つ反対方向のブロック（ブロック
２）を処理対象として、ブロック２と３で退避動作を行
う。その結果、図２４（ｇ−１）に示すように、ブロッ
ク２が退避領域となり、ブロック３にブロック２の消去
不可のデータが移される。

【００９４】次に上記と同様に、ブロック１とブロック
２で退避動作を行う。その結果（ｇ−２）に示すよう
に、ブロック１が退避領域となり、ブロック２にブロッ
ク１の消去不可のデータが移される。ついで、上記と同
様にブロック５と１で退避動作を行う。その結果、図２
５（ｇ−３）に示すように、ブロック５が退避領域とな
り、ブロック１にブロック５の消去不可のデータが移さ
れる。なお、ブロック６には消去可能のデータがないの
で、領域処理の対象としない。

【００９５】同様にブロック４と５で退避動作を行う。
その結果、（ｇ−４）に示すように、ブロック４が退避
領域となり、ブロック５にブロック４の消去不可のデー
タが移される。そして、退避領域の位置が処理を行う前
の退避領域の位置まできたので、領域処理を終わる。以
上のような処理を行うことにより、消去可能データは記
憶媒体上からなくなる。

【００９６】次に（ｈ）に示すように、Ａ，Ｈ〜Ｊを書
き込む。この場合にも、同アドレスの論理セクタがある
ので、消去可能フラグを立てたのち書き込む。図２６は
本実施例の処理を示すフローチャートであり、同図によ
り本実施例の処理を説明する。ステップＳ１において、
現在の退避領域のブロックNo. を記憶し、ステップＳ２
において、退避領域を処理対象とする。ステップＳ３に
おいて、処理対象を書き込み方向とは反対方向に一つ進
める。

【００９７】ステップＳ４において、処理対象とステッ
プＳ１において保存した保存ブロックNo. を比較し、同
じであれば処理を終了する。処理対象と保存ブロックN
o. が異なる場合には、ステップＳ５に行き、処理対象
の消去可能セクタ数を所定値ｍと比較し、消去可能セク
タ数がｍ以下の場合には、ステップＳ３に戻り、上記処
理を繰り返す。消去可能セクタ数がｍより大きい場合に
は、ステップＳ６に行き、処理対象を退避対象として、
ステップＳ７において、書き込みポインタを退避領域の
先頭に移動する。

【００９８】ステップＳ８において、退避対象のブロッ
クからデータを移動する。ステップＳ９において、退避
対象のブロックを消去し、ステップＳ１０において、退
避対象のブロックを退避領域とし、ステップＳ３に戻り
上記処理を繰り返す。本実施例においては、上記のよう
にして領域処理を行っているので消去可能データを無く
すことができ、本実施例の領域処理を予めおこなってお
くことにより、書き込み時間の短縮を図ることができ
る。

【００９９】また、領域処理の対象となるブロックを書
き込み方向とは反対方向に進めているので、書き込み場
所を示している書き込みポインタと退避領域の間に全て
の空き領域を存在させることができる。その結果、どの
ような場合に処理の中断がおこっても、書き込みポイン
タの示す位置からデータを書き込んで行くことができ、
処理中断後に必要とする処理を少なくすることができ、
また、処理を全ておえていなくても、支障がない。 （３）実施例３（空き領域の作成のための救済措置） 前記したように、フラッシュ・メモリはデータ書込みの
ため、メモリ中に空き領域を確保しておく必要がある
が、本実施例は、上記空き領域が、不良ブロックが発生
するなどの原因により使えなくなったとき、救済措置を
講じて新たな空き領域を作成する実施例を示している。

【０１００】図２７から図３３は本実施例の空き領域の
作成処理を示す図であり、同図により本実施例を説明
す。なお、本実施例においては、次の点を前提としてい
る。 ブロック数が７個で、１ブロックあたり、６個のセ
クタがあり、リード／ライトはセクタ単位で行い、消去
はブロック単位で行う。 書き込み方式は追記書き込み方式であり、同じアド
レスの論理セクタを書き込むときは、旧論理セクタに格
納されている物理セクタに消去可能フラグを立てる。 障害時の救済用に１ブロックの予備領域（ブロック
０）を確保し、追記のために書き込み領域を５ブロック
＋退避領域１ブロック（ブロック１〜ブロック６）とす
る。 書き込み領域がなくなった場合には、消去可能フラ
グが立っている物理セクタが一番多いブロックの消去不
可の物理セクタのデータを退避領域に移動して、移動元
のブロックを消去する。そして、そのブロックを退避領
域として使用し、今までの退避領域を書き込み領域とす
る（この一連の動作を退避動作と呼ぶ）。 本体から送られて来るセクタのアドレスはＡからＰ
とする。

【０１０１】図２７（ａ）において、セクタＡ〜Ｇを書
き込む。この場合には、同じ論理セクタがないので、そ
のまま、ブロック１から書き込む。（ｂ）において、セ
クタＡ，Ｄ〜Ｇを書き込む。この場合には、セクタＡ，
Ｄ〜Ｇと同一論理セクタがあるので、同一の論理セクタ
に消去可能フラグを立てたのち書き込む。

【０１０２】（ｃ）において、セクタＨ〜Ｎを書き込
む。この場合には、同じ論理セクタがないので、そのま
ま書き込む。図２８（ｄ）において、セクタＡ，Ｇ〜Ｌ
を書き込む。この場合、セクタＡ，Ｇ〜Ｌと同一論理セ
クタがあるので、同一の論理セクタに消去可能フラグを
立てたのち書き込む。

【０１０３】（ｅ）において、セクタＡ，Ｈ〜Ｊを書き
込む。この場合、セクタＡ，Ｈ〜Ｊと同一論理セクタが
あるので、同一の論理セクタに消去可能フラグを立てた
のち書き込む。図２９（ｆ−１）において、セクタＡ，
Ｉ〜Ｌを書き込むが、この場合には、書き込み領域がな
いので、退避動作を行った後書き込み処理を行う。すな
わち、消去可能フラグが立っているデータが最も多いブ
ロック（ブロック３）の消去可能でないデータを退避領
域（ブロック６）に移動して、移動元のブロックを消去
する。そして、そのブロック（ブロック３）を退避領域
として使用し、今までの退避領域を書き込み領域とす
る。

【０１０４】ついで、（ｆ−２）において、セクタＡ，
Ｉ〜Ｌを書き込み領域となったブロック６に書き込む。
次に、（ｇ）において、Ａ，Ｍ，Ｎを書き込みを行う
が、上記（ｆ）と同様書き込み領域がないので、まず、
退避動作を行う。すなわち、消去可能フラグが立ってい
るデータが最も多いブロック（ブロック５）の消去可能
でないデータを退避領域（ブロック３）に移動して、移
動元のブロックを消去する。そして、そのブロック（ブ
ロック５）を退避領域として使用し、今までの退避領域
を書き込み領域とする。

【０１０５】ここで、ブロック５が消去失敗により使用
不可となったとすると、退避領域がなくなるので救済措
置を行う。そこで、図３０（ｈ）に示すように、予備ブ
ロック０を仮の退避領域として退避動作を行う。すなわ
ち、図２９（ｇ）において、消去可能でないデータが最
も多いブロック（ブロック１）の消去可能でないデータ
を仮の退避領域（ブロック０）に移動して、移動元のブ
ロックを消去する。そして、そのブロック（ブロック
１）を退避領域として使用する。ついで、（ｉ）に示す
ように、予備ブロック（ブロック０）の退避動作を行
う。すなわち、仮の退避領域として用いた予備領域（ブ
ロック０）の論理セクタＢ，Ｃをブロック３に移動す
る。

【０１０６】これで、予備領域と退避領域が作成された
ので、（ｊ）において、論理セクタＡ，Ｍ，Ｎをブロッ
ク３に書き込む。次に、セクタＡ，Ｇ，Ｈ，Ｏ，Ｐを書
き込もうとするが、書き込み領域がないので、図３１
（ｋ−１）に示すように退避動作を行う。すなわち、消
去可能なデータが最も多いブロック（ブロック４）の消
去可能でないデータを退避領域（ブロック１）に移動し
て、移動元のブロックを消去する。そして、そのブロッ
ク（ブロック４）を退避領域として使用する。

【０１０７】ついで、（ｋ−２）に示すように、セクタ
Ａ，Ｇ，Ｈ，Ｏ，Ｐを書き込むが、セクタＡ，Ｇ，Ｈに
ついては同じアドレスの論理セクタがあるので、消去フ
ラグを立てたのちブロック１に書き込み、セクタＯ，Ｐ
については、そのまま、書き込む。次に、（ｌ）におい
て、セクタＡを書き込もうとするが、書き込み領域がな
いので、退避動作を行う。その結果、ブロック２が退避
領域となり、ブロック２にあったセクタＤ，Ｅ，Ｆがブ
ロック４に移動する。

【０１０８】ここで、ブロック２が消失失敗で使用不可
になったとすると、退避領域がなくなるので、救済措置
を行う。すなわち、消去可能なデータが最も多いブロッ
ク（ブロック３）のデータを仮の退避領域（ブロック
０）に移動して、移動元のブロックを消去する。そし
て、そのブロック（ブロック３）を退避領域として使用
する。その結果、図３２（ｍ）に示すようになる。

【０１０９】なお、この状態で、電力不足などにより、
処理に一旦ストップをかけたすると、処理を再開したと
き、装置側は予備領域に消去可能なセクタがなく、デー
タがあるので、空き領域作成中と判断できる。続いて、
空き領域作成のための救済措置を行い、ブロック６のセ
クタＩ，Ｊを予備領域（ブロック０）に移動し、ブロッ
ク６のセクタＫ，Ｌをブロック３に移動する。その結果
図３２（ｎ）に示すようになる。

【０１１０】ここで、退避領域のセクタを除いた空きセ
クタ数が、予備領域（ブロック０）にあるデータの数以
上なので、書き込みポイントを退避領域の後ろから検索
し、空いている領域に、予備領域（ブロック０）からデ
ータを移動する。その際、図３３（ｏ）に示すように、
予備領域（ブロック０）のセクタＢ，Ｃ，Ｍ，Ｎを移動
した段階で、本体側が電力不足等により一旦処理にスト
ップをかけたとする。この場合には、処理を再開した時
に、装置側は予備領域に消去可能なセクタがあるので、
空きブロック作成中の予備領域のデータ移動中と判断で
きる。

【０１１１】続いて、図３３（ｐ）に示すように、予備
領域（ブロック０）の論理セクタＩ，Ｊをブロック４に
移動して処理を終了する。図３４は本実施例における空
き領域作成処理を示すフローチャートであり、同図によ
り、本実施例の処理を説明する。ステップＳ１におい
て、予備領域に消去可能セクタが有るか否かを判別し、
ある場合には、ステップＳ１１に行く。ない場合には、
ステップＳ２に行き、書き込みポインタを予備領域の先
頭とし、ステップＳ３において予備領域にデータがある
か否かを判別する。予備領域にデータがある場合には、
ステップＳ１０に行き、ない場合にはステップＳ４に行
き、退避領域を予備領域とする。

【０１１２】ステップＳ５において、書き込み領域の各
ブロックに消去可能セクタがない場合には、空き領域を
作成できないので処理を放棄（Abort ）する。消去可能
セクタがある場合には、ステップＳ６に行き、消去可能
セクタの一番多いブロックを退避対象とし、ステップＳ
７において、退避対象のブロックからデータを予備領域
に移動する。

【０１１３】ステップＳ８において退避対象となるブロ
ックを消去し、ステップＳ９において、退避対象のブロ
ックを退避領域にする。ステップＳ１０において、予
備領域のデータ数が退避領域以外の空きセクタ数より
多いか否か判別し、＞の場合には、ステップＳ５に
戻り、上記処理を繰り返す。また、≦の場合には、
ステップＳ１１に行き、書き込みポインタを退避領域の
次から書き込み方向に対して検索し、ステップＳ１２に
おいて、空きセクタに予備領域からデータを移動する。
ステップＳ１３において、予備領域を消去して終了す
る。

【０１１４】本実施例においては、上記のように空き領
域を作成しているので、記憶媒体中に使用不可のブロッ
クが発生しても、救済措置により空き領域を作成するこ
とができ、記憶装置して使用不可能となることを避ける
ことができる。また、処理途中で、本体側の電力不足な
どにより処理が中断しても、どの段階で処理が中断した
かを容易に判断することができ、処理中断における処理
段階の判断を単純化することが可能となる。 Ｃ．消去処理の効率化 フラッシュ・メモリは前記したように上書きをすること
ができず、消去した後でなければ書き込みを行うことが
できない。本実施例は、上記のようなフラッシュ・メモ
リにおいて、書き込み有無を示すフラグと、全空間消去
処理を実行中であることを示す実行中フラグを設けるこ
とにより、全記憶空間を消去する際の消去処理を効率良
く行うとともに、消去中に何らかの原因で処理が中断さ
れた場合においても、処理再開をすることができる実施
例を示している。

【０１１５】次に図３５、図３６により本実施例の処理
を説明する。なお、本実施例においは、ブロック数は６
個とし、各ブロックに書き込みフラグを書き込む領域を
設け、ブロック６に全空間消去処理を実行中であること
を示す実行中フラグを書き込む領域を設けている。図３
５（ａ）において、ブロック１，２，４の書き込み前
に、ブロック１，２，４に書き込み有無フラグを書き込
む。

【０１１６】ついで、全空間をクリアする初期化処理に
当たり、（ｂ−１）に示すように、ブロック６に実行中
フラグを書き込む。（ｂ−２）において、書き込み有無
フラグが書き込まれたブロック１を消去し、書き込む有
無フラグを消す。図３５（ｂ−３）において、書き込み
有無フラグが書き込まれたブロック２を消去し、書き込
む有無フラグを消す。

【０１１７】ここで、ブロック２の消去後、何らかの原
因により、ストップ・シーケンスに移り、その後立ち上
がった場合でも、ブロック６に実行中フラグが書き込ま
れているので、直ちに初期化動作中と判断し、初期化動
作に移ることができる。（ｂ−４）において、ブロック
１〜３には書き込み有無フラグに書き込まれていないた
め、ブロック４を消去し、書き込む有無フラグを消す。

【０１１８】（ｂ−５）において、ブロック１〜５には
書き込み有無フラグに書き込まれていないため、ブロッ
ク６を消去し、実行中フラグを消す。図３７は本実施例
の処理を示すフローチャートであり、同図により本実施
例を説明する。ステップＳ１において、実行中フラグの
書き込みがあるか否かを判別し、有る場合には、ステッ
プＳ３に行き、ない場合にはステップＳ２において、最
終処理ブロックに実行中フラグを書き込む。

【０１１９】ステップＳ３において、処理対象をクリア
し、ステップＳ４において、処理対象に書き込み有無フ
ラグがあるか否かを判別する。書き込み有無フラグがな
い場合には、ステップＳ６に行き、有る場合には、ステ
ップＳ５において、処理対象を消去し、ステップＳ６に
おいて、処理対象を次に進める。ステップＳ７におい
て、実行中フラグの書き込みかあるか否か判別し、ある
場合には、ステップＳ４に戻り上記処理を繰り返す。ま
た、実行中フラグがない場合には、終了する。

【０１２０】本実施例においては、上記のように書き込
み有無フラグを設けているので、不要な消去を避けるこ
とができ、消去時間を短縮することができるとともに、
媒体の寿命を延ばすことができる。また、初期化実行中
であることを示す実行中フラグを設けているので、不意
の中断に対応することができる。 Ｄ．書き込み速度の向上、および、不良セクタ発生時の
予備領域の割り当て 前記したように、フラッシュ・メモリは上書きをするこ
とができず、消去した後でなければセクタの書き込みを
行うことができない。このため、前記したように、書き
込み時、同一のセクタがある場合には消去可能フラグを
立て、適宜の時点で消去可能フラグが立っているセクタ
を消去する必要があり、書込みの時間が掛かる。

【０１２１】また、前記したように、フラッシュ・メモ
リは、消去回数に制限があり、所定回数以上消去を行う
と消去が出来なくなる。このため、不良セクタが発生し
た場合には、予備の領域を割り当て救済措置を講ずる必
要があり、以下に示す実施例は、上書きができず、セク
タ単位で消去可能なメモリにおいて、上記した書き込み
時のタイムラグをなくし、書き込み速度を向上するとと
もに、不良セクタが発生した場合に予備領域を割り当て
る実施例を示している。

【０１２２】図３８は本実施例のシステム構成を示す図
であり、図７に示したシステムに、ＥＥＰＲＯＭ２６が
付加されており、その他の構成は図７に示したものと同
一である。ＥＥＰＲＯＭ２６にはアドレス変換を行うデ
コード・テーブルが格納されており、上記ＥＥＰＲＯＭ
２６によりアドレスのデコードが行われる。そして、フ
ラッシュ・メモリの一部が不良になったとき、ＥＥＰＲ
ＯＭ２６を書き換えて、救済措置を行う。なお、図３８
には、ＥＥＰＲＯＭ２６が例示されているが、デコード
・テーブルを格納した記憶媒体としては、書き換えが可
能な記憶媒体であればよく、その他フラッシュ・メモリ
等を用いることができる。 （１）実施例１ 図３９、図４０は本実施例の構成を示す図であり、図３
９において、２６１はＥＥＰＲＯＭ２６（もしくはフラ
ッシュ・メモリ等の書き換え可能なＲＯＭ）から構成さ
れるセクタ変換部である。２５はフラッシュ・メモリで
あり、フラッシュ・メモリは第１の領域Ａ、第２の領域
Ｂ、および予備領域Ｃが設けられ、第１の領域Ａ、第２
の領域Ｂには、それぞれ、１〜４の４個のセクタが設け
られている。

【０１２３】図３９において、データをセクタ１に書き
込む場合には、第１の領域Ａと第２の領域Ｂを見て、既
に第１の領域Ａにデータが有る場合には、第２の領域Ｂ
にデータを書き込む。また、上記データを書き込んでい
る間に、第１の領域Ａのセクタ１−Ａを消去する。その
際、書き込みエラーが発生した場合には、予備領域Ｃを
代替セクタとして割り当てる。

【０１２４】すなわち、第１の領域Ａのセクタ１−Ａに
書き込みエラーが発生した場合には、予備領域Ｃをセク
タ１−Ａの代替とするため、セクタ変換部２６１のＲＯ
Ｍを書き換え、図４０に示すように、セクタ１−Ａとし
て、予備領域Ｃを割り当てる。以上のように、書き込み
エラーが発生した場合、予備がある限り予備領域のセク
タを割り当て、予備がなくなった場合には、データを全
て図３８に示したＳＲＡＭ２３等の外部の領域に退避
し、セクタ変換部２６１のＲＯＭを再編成し、データの
空間と予備の空間に分ける。また、その時、セクタは、
システムの構成に応じて、昇順、または、降順で初期状
態と同様に割り当てていくが、不良セクタは除外する。

【０１２５】本実施例においては、上記のように、書き
込みと同時に消去を行っているので、書き込み時のタイ
ムラグをなくすことができ、書き込み速度を向上させる
ことができる。また、予備領域を設け、不良セクタが発
生した場合に、予備領域に代替しているので、不良セク
タが発生した際の救済を行うことができる。 （２）実施例２ 図４１、図４２は本実施例の構成を示す図であり、図４
１において、２６１はＥＥＰＲＯＭ、もしくは、フラッ
シュ・メモリ等の書き換え可能なＲＯＭから構成される
セクタ変換部、２５はフラッシュ・メモリであり、フラ
ッシュ・メモリは第１の領域Ａ、予備領域Ｃが設けら
れ、第１の領域Ａには１〜４の４個のセクタが設けられ
ている。また、２３１は図３８に示したＳＲＡＭ２３等
のデータの一次記憶媒体である。

【０１２６】図４１において、データの書き込み時、一
次媒体２３１にデータを転送している間に、書き込むセ
クタを調べ、書き込むべきセクタにデータがあった場合
には、そのセクタを消去する。なお、転送が早く終了し
た場合には、消去終了までまち、また、転送が遅い場合
には、転送終了後、データを書き込む。また、書き込み
エラーが発生した場合には、セクタ変換部２６１のＲＯ
Ｍの書き換えをおこなって、図４２に示すように（セク
タ１−Ａにエラーが発生した場合を示している）、予備
領域Ｃにセクタ１−Ａの書き込みを行う。なお、通常の
セクタがエラーにならない限り、予備領域Ｃへの書き込
みは行わない。

【０１２７】本実施例においては、上記のように、デー
タを一次記憶媒体２３１に転送している間に、書き込む
べきセクタにデータがあった場合、消去を行っているの
で、第１の実施例と同様、書き込み時のタイムラグをな
くすことができ、書き込み速度を向上させることができ
る。また、予備領域を設け、不良セクタが発生した場合
に、予備領域に代替しているので、不良セクタが発生し
た際の救済を行うことができる。 （３）実施例３ 図４３、図４４は本実施例の構成を示す図であり、図４
３において、２６１はＥＥＰＲＯＭ、もしくは、フラッ
シュ・メモリ等の書き換え可能なＲＯＭから構成される
セクタ変換部、２５はフラッシュ・メモリであり、フラ
ッシュ・メモリはブロック１，ブロック２，予備ブロッ
ク１，予備ブロック２が設けられ、各ブロックには、ブ
ロック１，ブロック２には、セクタ１〜３Ａ，１〜３
Ｂ，…，１〜３Ｄ、４〜６Ａ，４〜６Ｂ，…，４〜６Ｄ
が設けられている。

【０１２８】そして、セクタ１〜３Ａ，１〜３Ｂ，…，
１〜３Ｄは物理アドレスとしてはそれぞれ１セクタであ
り、ここに論理アドレス１，２または３のデータを書き
込むことができる。すなわち、論理アドレス１，２また
は３のデータを書き込む領域がＡ〜Ｄの４セクタ分設け
られており、データを書き込む場合には、Ａ〜Ｄの内の
空いている領域に書き込む。

【０１２９】同様に、セクタ４〜６Ａ，４〜６Ｂ，…，
４〜６Ｄも上記と同様であり、論理アドレス４，５また
は６のデータを書き込む場合には、Ａ〜Ｄの内の空いて
いる領域に書き込む。以上のように、本実施例において
は、ｎ＋１（この実施例においてはｎ＝３）セクタ単位
でブロック化されており、書き込む論理アドレスに対し
て、１セクタの空きが設けられている。

【０１３０】図４３において、データをセクタ１に書き
込む際、セクタ１〜３Ａ，１〜３Ｂ，…，１〜３Ｄを見
て、これらの中にセクタ１が既に存在する場合には、そ
のセクタを消去する。また、セクタには必ず空いている
セクタが存在するので、上記した消去と同時に、空いて
いるセクタに書き込みを行う。書き込み時、書き込みエ
ラーが発生した場合には、代替ブロックとして予備ブロ
ックを割り当てる。例えば、セクタ１〜３Ａが不良とな
った場合には、図４４に示すように、予備ブロック１を
代替ブロックとして割り当てる。そして、セクタ変換部
２６１のＲＯＭを書き換えて、エラーのあったブロック
１を予備ブロック１に割り当てる代替処理を行う。これ
により予備ブロック１がブロック１となる。

【０１３１】予備がある限り上記のような処理を行い、
予備がなくなった場合には、データを全て図３８に示し
たＳＲＡＭ２３等の外部の領域に退避し、セクタ変換部
２６１のＲＯＭを再編成し、データの空間と予備の空間
に分ける。また、その時、セクタは、システムの構成に
応じて、昇順、または、降順で初期状態と同様に割り当
てていくが、不良セクタは除外する。

【０１３２】セクタ変換部２６１は、論理セクタから物
理セクタへの変換時、上記したように、ｎ＋１セクタ単
位でブロック化し、デコードするセクタ１に対して、書
き込み可能なｎ＋１のセクタが存在するように構成す
る。そして、一部のセクタが不良となった場合には、上
記セクタ変換部２６１のテーブルを書き換えることによ
り、書き込みブロックを移動して、常にｎ＋１のセクタ
のブロックを作成する。

【０１３３】本実施例においては、上記のように、ｎ＋
１セクタ単位でブロック化し、１セクタを空けておき、
書き込みと同時に消去を行っているので、実施例１，２
と同様、書き込み時のタイムラグをなくすことができ、
書き込み速度を向上させることができる。また、予備領
域を設け、不良セクタが発生した場合に、予備領域に代
替しているので、不良セクタが発生した際の救済を行う
ことができる。 （４）実施例４ 図４５、図４６は本実施例の構成を示す図であり、図４
５において、２６１はＥＥＰＲＯＭ、もしくは、フラッ
シュ・メモリ等の書き換え可能なＲＯＭから構成される
セクタ変換部、２５はフラッシュ・メモリであり、フラ
ッシュ・メモリはブロック１，ブロック２，予備１Ａ〜
１Ｄが設けられ、ブロック１，ブロック２には、それぞ
れ、セクタ１〜３Ａ，１〜３Ｂ，…，１〜３Ｄ，４〜６
Ａ，４〜６Ｂ，…，４〜６Ｄが設けられている。

【０１３４】また、本実施例においては、実施例３と同
様、ｎ＋１（この実施例においてはｎ＝３）セクタ単位
でブロック化し、１セクタを空けておく。図４５におい
て、データをセクタ１に書き込む際、セクタ１〜３Ａ，
１〜３Ｂ，…，１〜３Ｄを見て、これらの中にセクタ１
が既に存在する場合には、そのセクタを消去する。ま
た、セクタには必ず空いているセクタが存在するので、
上記した消去と同時に、空いているセクタに書き込みを
行う。

【０１３５】書き込み時、書き込みエラーが発生した場
合には、代替セクタとして予備１Ａ〜１Ｄを割り当て
る。例えば、セクタ１〜３Ａが不良となった場合には、
図４６に示すように、予備１Ａ〜１Ｄがブロック１とな
り、セクタ１〜３Ａに対して予備１Ａを割り当て、セク
タ変換部２６１のＲＯＭを書き換えて代替処理を行う。
これにより予備セクタ１Ａがセクタ１〜３Ａとなり、予
備１Ｂ〜１Ｄはブロック１の予備となる。

【０１３６】予備がある限り上記のような処理を行い、
予備がなくなった場合には、データを全て図３８に示し
たＳＲＡＭ２３等の外部の領域に退避し、セクタ変換部
２６１のＲＯＭを再編成し、データの空間と予備の空間
に分ける。また、その時、セクタは、システムの構成に
応じて、昇順、または、降順で初期状態と同様に割り当
てていくが、不良セクタは除外する。

【０１３７】セクタ変換部２６１は、論理セクタから物
理セクタへの変換時、上記したように、ｎ＋１セクタ単
位でブロック化し、デコード時には、そのデコード・デ
ータよりアドレス変換するテーブルを設けセクタ１に対
して書き込み可能なｎ＋１のセクタが存在するように構
成する。そして、一部のセクタが不良となった場合に
は、上記セクタ変換部２６１のテーブルを書き換えるこ
とにより、常にｎ＋１のセクタのブロックを作成する。

【０１３８】本実施例においては、上記のように、ｎ＋
１セクタ単位でブロック化し、１セクタを空けておき、
書き込みと同時に消去を行っているので、実施例１，
２，３と同様、書き込み時のタイムラグをなくすことが
でき、書き込み速度を向上させることができる。また、
予備領域を設け、不良セクタが発生した場合に、予備領
域に代替しているので、不良セクタが発生した際の救済
を行うことができる。 （５）実施例５ 図４７、図４８は本実施例の構成を示す図であり、図４
７，４８において、図３９、図４０に示したものと同一
のものには同一の符号が付されており、２６１はＥＥＰ
ＲＯＭ、もしくは、フラッシュ・メモリ等の書き換え可
能なＲＯＭから構成されるセクタ変換部、２５はフラッ
シュ・メモリであり、フラッシュ・メモリはブロック
１，ブロック２，予備ブロック１，予備ブロック２が設
けられ、ブロック１，ブロック２、セクタ１〜３Ａ，１
〜３Ｂ，…，１〜３Ｄ，４〜６Ａ，４〜６Ｂ，…，４〜
６Ｄが設けられている。

【０１３９】また、本実施例においては、実施例３と同
様、ｎ＋１（この実施例においてはｎ＝３）セクタ単位
でブロック化し、１セクタを空けておく。図４７におい
て、データをセクタ１に書き込む際、セクタ１〜３Ａ，
１〜３Ｂ，…，１〜３Ｄを見て、これらの中にセクタ１
が既に存在する場合には、そのセクタを消去する。ま
た、必ず空いているセクタが存在するので、上記した消
去と同時に、空いているセクタに書き込みを行う。

【０１４０】書き込み時、書き込みエラーが発生した場
合には、代替セクタとして予備セクタを割り当てる。例
えば、セクタ１〜３Ａが不良となった場合には、予備ブ
ロック１を割り当て、セクタ変換部２６１のＲＯＭを書
き換えて、代替処理を行う。これにより、図４８に示す
ように、予備ブロックのセクタ１，ｎ，ｍＡがセクタ１
に置き変わり、予備ブロックにセクタ１が存在すること
となり、元のブロックにはセクタ２，３がそのまま残
る。

【０１４１】すなわち、この実施例においては、ブロッ
クの構成は続きセクタでなくてもよく、元のブロックの
構成数を変更する。予備がある限り上記のような処理を
行い、予備がなくなった場合には、データを全て図３８
に示したＳＲＡＭ２３等の外部の領域に退避し、セクタ
変換部１１のＲＯＭを再編成し、データの空間と予備の
空間に分ける。また、その時、セクタは、システムの構
成に応じて、昇順、または、降順で初期状態と同様に割
り当てていくが、不良セクタは除外する。

【０１４２】本実施例においては、上記のように、ｎ＋
１セクタ単位でブロック化し、１セクタを空けておき、
書き込みと同時に消去を行っているので、実施例１，
２，３，４と同様、書き込み時のタイムラグをなくすこ
とができ、書き込み速度を向上させることができる。ま
た、予備領域を設け、不良セクタが発生した場合に、予
備領域に代替しているので、不良セクタが発生した際の
救済を行うことができる。

【０１４３】図４９〜図５１は上記実施例における処理
を示すフローチャートであり、図３８に示したシステム
における本実施例の処理を説明する。ステップＳ１にお
いて、本体からセクタデータの書き込み要求があると、
ステップＳ２において、ＣＰＵ２２はコントローラＬＳ
Ｉ２１からの通知によりデータの書き込み要求があるこ
とを認識する。なお、コントローラＬＳＩ２１がＣＰＵ
２２に割り込みをかけて、データの書き込み要求を通知
してもよい。

【０１４４】ステップＳ３において、ＣＰＵ２２はＥＥ
ＰＲＯＭ２６のデータを読み込み、その書き込み場所を
認識し、セクタデータが書かれているか否かをチェック
するため、フラッシュ・メモリ２５−１，…，２５−５
をアクセスし、ＥＣＣデータ、あるいは、フラッシュ・
メモリに格納された管理情報等を参照する。そして、ス
テップＳ５において、フラッシュ・メモリにデータが書
かれているか否かを判断し、データが書かれていない場
合には、図５０のステップＳ８に行く。また、データが
書かれている場合には、ステップＳ６において、第２の
セクタにデータを書き込むための情報を読み込むため、
ＣＰＵ２２はＥＥＰＲＯＭ２６をアクセスし、データを
得る。ついで、ステップＳ７において、フラッシュ・メ
モリのデータを消去し（効率を上げるためエラーチェッ
クは後で行う）、図５０のステップＳ８に行く。

【０１４５】ステップＳ８において、本体よりデータを
ＳＲＡＭ２３にデータを転送し、終了を待つ。ステップ
Ｓ９において、フラッシュ・メモリにデータを書き込む
ため、ＣＰＵ２２はコントローラＬＳＩ２１に対してデ
ータの書き込みを通知し、コントローラＬＳＩ２１はＳ
ＲＡＭ２３よりフラッシュ・メモリにデータを書き込
む。ついで、ステップＳ１０において、ＣＰＵ２２はコ
ントローラＬＳＩ２１よりデータ書き込み終了の通知を
受け、ステップＳ１１において、データの書き込みエラ
ーがあったか否かを判断する。

【０１４６】データの書き込みエラーがなかった場合に
は終了し、書き込みエラーがあった場合には、ステップ
Ｓ１２において、代替用セクタが有るか否かを判断し、
代替用セクタがある場合には、ステップＳ１３に行き、
セクタアドレスを変更するため、ＥＥＰＲＯＭ２６をア
クセスしてデータを変更し、ステップＳ９に戻る。ま
た、代替用セクタがない場合には、図５１のステップＳ
１４に行き、消去中のフラッシュ・メモリがあるか否か
を判断し、消去中のフラッシュ・メモリがある場合に
は、ステップＳ１５に行き、消去終了まで待って、消去
したセクタにデータを書き込み終了する。

【０１４７】ステップＳ１４において、消去中のフラッ
シュ・メモリがないと判断された場合には、ステップＳ
１６において、本体側にエラーを通知する。本体側で
は、ステップＳ１７において、データを吸い上げＥＥＰ
ＲＯＭ２６を再編成するコマンドを送る。記憶装置側で
は、本体側からのコマンドに応じて、ＥＥＰＲＯＭ２６
を再編成し、本体から送られる１論理セクタに対して、
２セクタ以上の選択ができるようにする。これにより、
少し容量は減るが記憶装置として使用可能となる。

【０１４８】なお、上記処理においては、ＳＲＡＭ２３
にデータを転送し、フラッシュ・メモリにデータを書き
込む場合について説明したが、ＳＲＡＭ２３を設けず、
直接フラッシュ・メモリにデータを書き込むこともでき
る（この場合には、上記フローチャートのステップＳ
８，Ｓ９は一処理となる）。 Ｅ．アドレス変換用デコード部の信頼性の向上 論理アドレスを物理アドレスに変換するための変換テー
ブルとしてＲＯＭが使用されることがある。また、ＲＯ
Ｍの代わりに、フラッシュＥＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭ
等を使用することも可能であるが、通常はデコード部を
可変にする必要がないため、使用されることが少ない。

【０１４９】一方、フラッシュ・メモリは、その媒体の
性質上、消去回数に制限があり、不良になると、不良に
なったアドレスが使用出来なくなる。そこで、前記した
Ｄ．の実施例（１）〜（５）に示すように、論理アドレ
スを物理アドレスに変換するための変換テーブルとし
て、フラッシュＥＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭなどの書き
換え可能なデコード部を用い、不良のセクタが発生した
場合、デコード部を書き換え、不良アドレスがないよう
に見せかける方法が用いられる。

【０１５０】しかしながら、変換テーブルとして、フラ
ッシュＥＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭなどを用いた場合、
これらのフラッシュＥＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭなどに
も、消去回数に制限があり、所定回数以上消去を行うと
不良が発生する。本実施例は、上記のように、デコード
部としてフラッシュＥＥＰＲＯＭ、ＥＥＰＲＯＭなどの
書き換え可能な記憶媒体が使用されている場合におい
て、デコード部を２段化とすることにより、デコード部
の寿命を延ばし、アドレス変換用デコード部の信頼性を
向上させる実施例を示している。

【０１５１】図５２は本実施例のデコード部の構成を示
す図であり、同図（ａ）は通常の場合、（ｂ）はセクタ
が不良になった場合、（ｃ）はデコード部が不良になっ
た場合を示しており、３０１は１次デコード部、３０２
は２次デコード部、３０３はフラッシュ・メモリのセク
タを示している。同図において、フラッシュ・メモリの
セクタが正常な場合には、（ａ）に示すように、１次デ
コード部３０１がセクタ０のアドレスのデコード値とし
てアドレス「００００ｈ」を出力し、２次デコード部３
０２が「００００ｈ」のデコード値として物理アドレス
「５５５５ｈ」を出力し、フラッシュ・メモリのセクタ
０の物理アドレスを指定している。

【０１５２】ここで、フラッシュ・メモリの消去回数が
制限値を越えてセクタが不良となり、セクタ０の物理ア
ドレスをアドレス８８８８ｈの予備のセクタに切り替え
る場合には、同図（ｂ）に示すように、２次デコード部
３０２を書き換えて、「００００ｈ」のデコード値を
「５５５５ｈ」から「８８８８ｈ」に切り替える。これ
により、セクタ０として物理アドレス「８８８８ｈ」が
割り当てられる。

【０１５３】上記のようにして、２次デコード部（もし
くは１次デコード部）を何度か書き換えることにより書
き換え制限値以上になり、２次デコード部に不良になる
と、同図（ｃ）に示すように、一次デコード部３０１を
書き換えてそのデコード値をずらし、２次デコード部３
０２がデコード値として「８８８８ｈ」を出力する「２
２２２ｈ」をデコード値として出力するように書き換え
る。これにより、２次デコード部３０２が不良になって
も、物理アドレス「８８８８ｈ」をデコード値として出
力することができる。

【０１５４】以上のように、デコード部を２段化し、一
方のデコード部が不良になった場合に、他方のデコード
部を書き換えることにより、デコード部の寿命を２乗化
することができる。例えば、セクタが不良になるまでの
回数をＬ回（書き換え制限値）、２次デコード部が不良
になるまでの回数をＭ回（書き換え制限値）、１次デコ
ード部が不良になるまでの回数をＮ回（書き換え制限
値）とすると、アドレスがエラーになるまでの回数はＮ
×Ｍ×Ｌ回となる。

【０１５５】基本的に書き換え制限値はフラッシュＥＥ
ＰＲＯＭで１０万〜１００万回、ＥＥＰＲＯＭで１万回
程度といわれているので、事実上、デコード部を２段化
するだけで、信頼性を十分確保することができる。 Ｆ．書き込み時間の推定処理 フラッシュ・メモリにおいては、データの書き込みに
際、退避処理等を行う必要があり、通常の半導体メモリ
の場合より書き込みに時間がかかる。

【０１５６】本実施例は、フラッシュ・メモリへの書き
込み時間の推定を行い、消費電力の推定、異常の検出等
を行う実施例を示している。次に本実施例について説明
する。今、記憶装置が図５３に示すような状態になって
いる場合に、３セクタのデータを書き込む場合を考え
る。まず、前記した図７の本体よりプロセッサ２２に書
き込むセクタ数を送る。書き込むセクタ数がプロセッサ
２２に送られると、プロセッサは書き込むセクタ数によ
り書き込み時間を求める。ここで、図５３のように書き
込むブロックが無い場合には、退避動作が行われるの
で、書き込み時間ｔは次のようにして求められる。

【０１５７】ｔ＝〔１セクタの書き込みに掛かる時間〕
×３＋〔データの退避時間〕（秒） プロセッサ２２は上記のようにして書き込み時間を計算
し、本体へ返す。本体は、上記書き込み時間を元に、次
の式により書き込み動作時の消費電力Ｗ１を求める。 Ｗ１＝ｔ÷３６００×〔書き込み動作の消費電力〕
（Ｗ） また、本体はその電源部から残りの電力Ｗ２を読み取
り、得られた書き込み電力と比較し、Ｗ２＞Ｗ１ならデ
ータの書き込みを行う。

【０１５８】一方、本体は上記のようにして得た書き込
み時間ｔと実際の書き込み時間を比較し、上記書き込み
時間ｔを越えても書き込みが終了しない場合には、記憶
装置の異常と判断し、例えば、ユーザに通知したり、書
き込み処理をストップ等の措置を行う。図５４は本実施
例における本体の処理を示すフローチャートであり、同
図により本実施例を説明する。

【０１５９】ステップＳ１において、これから書き込む
データのサイズを記憶装置に送り、書き込みにかかる時
間を得る。ステップＳ２において、書き込みにかかる時
間と、時間当たりの消費電力をかけて書き込みにかかる
電力を得る。ステップＳ３において、残り電力と書き込
みで使用する電力を比較し、残り電力の方が少ない場合
には、異常処理を行う。また、残り電力の方が多い場合
には、ステップＳ４に行きデータを書き込み、ステップ
Ｓ５において、実際の書き込み時間が予想した時間より
多いか否か判別し、多い場合には、異常処理を行う。ま
た、書き込み時間が予想した時間以内の場合には、ステ
ップＳ６に行き、書き込み終了か否かを判別し、書き込
み終了でない場合にはステップＳ５に戻り、書き込み終
了の場合には、終了する。

【０１６０】以上のように、本実施例においては、書き
込み時間を求めることにより、書き込みに要する電力を
推定しているので、残り電力量で書き込みができるかど
うかの判断を行うことができる。このため、電池駆動等
のシステムにおいて、書き込み中に電力がなくなり書き
込みが途中で中断することを避けることができ、システ
ムの信頼性を向上させることができる。

【０１６１】また、実際の書き込み時間と推定した書き
込み時間を比較することにより、記憶装置の異常を検出
することができ、また、書き込み時間を表示するなどし
てユーザに知らせることにより、ユーザが記憶装置の異
常を判断することが可能となる。 Ｇ．フラグ判定処理における信頼性の向上 フラグの判定は、通常、１ビットを１機能に割り当て判
定している場合が多い。しかしながら、フラッシュ・メ
モリは過剰消去により消去不能になるという、致命的不
良原因を構造的にもっており、これが発生したセルはハ
イレベルのままで、ローレベルに戻らない状態に陥る。

【０１６２】このため、フラッシュ・メモリ上のフラグ
を１ビット１機能に対応させた場合には、そのビットが
不良になったとき、フラグの有効性がなくなってしま
う。本実施例は、フラッシュ・メモリ上の消去フラグ、
不良フラグ、パリテイー等に対して、フラグを複数用意
することにより、上記したフラッシュ・メモリの構造的
欠点に対処し、フラグ判定の信頼性を向上させた実施例
を示している。 （１）実施例１ 図５５は実施例１を示す図であり、同図（ａ）はフラグ
レジスタ、（ｂ）は判定のための論理積回路、（ｃ）は
真理値表を示している。

【０１６３】本実施例においては、同図（ａ）に示すよ
うに、一つの機能に対してフラグｂ0 ，ｂ4 を用意して
フラグレジスタに格納する。そして、フラグ判定を行う
場合には、（ｂ）に示すように、これらのフラグの論理
積を求めることにより、最終的な判定結果を得る。上記
のように判定しているので、同図（ｃ）の行番号２のよ
うにビットｂ0 がハイレベルで固定になっても、その論
理積結果としては、正しい結果を得ることができる。同
様に、行番号３のように、ビットｂ4 がハイレベルで固
定になっても、その論理積結果としては、正しい結果を
得ることができる。 （２）実施例２ 図５６は実施例２を示す図であり、同図（ａ）は第１の
フラグレジスタ、（ｂ）は第２のフラグレジスタ、
（ｃ）はフラグ判定を行う論理積回路を示している。

【０１６４】本実施例は同一機能に対するフラグを別々
のフラグレジスタに格納するようにしたものであり、同
図（ａ）に示す第１のフラグレジスタのビットｂ0 にフ
ラグを格納し、同図（ｂ）に示す第２のフラグレジスタ
のビットｂ0 とビットｂ2 に第１のフラグレジスタに格
納したフラグと同一の機能に対応するフラグを格納して
いる。

【０１６５】そして、フラグを判定する場合には、同図
（ｃ）に示す論理積回路により上記フラグの論理積を求
める。本実施例においても、実施例１と同様、フラグの
一部がハイレベルで固定しても、正しい判定結果を得る
ことができる。以上のように、本実施例においては、フ
ラグの判定を複数ビットで行うようにしているので、全
てのビットが不良にならない限り、正しい判定値を常に
出力することができ、フラグ判定の信頼性を向上するこ
とができる。 Ｈ．管理テーブルの節約 本実施例は記憶装置が複数チップで構成され、各チップ
内に複数のブロックが設けられたフラッシュ・メモリ・
システムにおいて、管理テーブルを簡単化するととも
に、各ブロックを平均的に使用することができる実施例
を示している。

【０１６６】以上示した実施例においては、データを書
き込むチップ、ブロックに制約がなく、データは全ブロ
ックのセクタに書き込むことができたため、全領域を管
理するテーブルを設ける必要があったが、本実施例にお
いては、各チップ内に書き込むデータを固定とし、チッ
プ内において書き込むブロックを移動して書き込んでい
くことにより、全領域を管理することなくデータの書き
込みができるようにし、フラッシュ・メモリの管理を簡
単化するとともに、各ブロックの使用を平均化してい
る。

【０１６７】また、本実施例においては、チップ内に書
き込まれるデータをチップの全容量より一定量少なく
し、この一定量のブロックをワークブロックと不良ブロ
ック発生時の救済ブロックに当てている。そして、ブロ
ック内のデータの並びは固定とし、データを書き換える
場合、すでに旧ブロックに有効なデータが存在している
場合には、そのデータを前記した図７のＳＲＡＭ２３に
退避して、新データと一緒にして空いている領域に書き
込み、書き込みが成功したら旧データのブロックを消去
するようにしている。

【０１６８】次に本実施例を説明する。図５７は本実施
例におけるチップ、ブロック、セクタ内構成を示す図で
あり、同図に示すように、チップは2Mbyteであり、チッ
プ内は１ブロック4KbyteのＮｏ．０００〜Ｎｏ．５１１
の５１２個のブロックに分割され、各ブロック内には、
１セクタ528byte のＮｏ．００〜Ｎｏ．０７の８個のセ
クタが設けられている。なお、同図のブロックＮｏ．お
よびセクタＮｏ．は物理アドレスを示している。

【０１６９】さらに、セクタ内には、同図に示すよう
に、256byte の実データ領域、Ｌｏｎｇ命令用のＥＣＣ
領域、不良データフラグ、不良ブロックフラグ、ブロッ
クアドレス、256byte の実データ用領域ＥＣＣ領域が設
けられている。ブロック・アドレスは、ＳＲＡＭ２３に
格納されているブロック・ポインタのアドレス値を示
し、ブロック・アドレスには、実データなしと判断した
セクタも書き込むこととしている。このようにすること
により、活線抜き差し時、セクタアドレス数が多い物が
正常データと判断することができる。なお、セクタアド
レス数が等しい場合はＥＣＣ・チェックサムの正誤で判
断する。

【０１７０】不良ブロックフラグは、ブロックのコンデ
ィションを示しており、ＦＦｈで正常ブロック、≠ＦＦ
ｈで不良ブロックとしている。不良データフラグは、デ
ータのコンディションを示しており、ＦＦｈで正常デー
タ、≠ＦＦｈで不良データとしている。Ｌｏｎｇ命令用
のＥＣＣ領域は最大4byte である。

【０１７１】ＥＣＣ領域は、実データのコンディション
を示しており、この領域の値によりデータの訂正および
誤り検出を行う。図５８〜図６２は本実施例における書
き込み処理を示す図であり、同図により本実施例を説明
する。本実施例においては、チップがＮｏ．００〜Ｎ
ｏ．０４の５個で、各チップにワークブロックを４個設
けた場合の書き込みおよび管理方式を示している。

【０１７２】図５８は全ブロックを消去した状態を示し
ており、同図に示すように、各チップにはワークブロッ
クがｗｏｒｋ０１〜０４の４個設けられており、データ
は上記ワークブロックｗｏｒｋ０１〜０４に書き込まれ
る。書き込みはセクタ単位で可能であるが、セクタ００
５の書き込み後にセクタ００４を書き込むなど、上位の
セクタの書き込み後には下位のセクタの書き込みはでき
ない。

【０１７３】また、チップを越えてデータが移動するこ
とはなく、ブロック内のセクタの順番は不動である。さ
らに、例えば、論理ブロックアドレス００にセクタ００
０〜００５のみを書き込む場合のように、書き込みデー
タが８セクタ全てを満たさない場合には、セクタ０００
〜００５のデータを書き込み後、セクタ００６，００７
にブロックアドレスのみを書き込む。

【０１７４】なお、この場合、１ブロックが８セクタで
あり、また、チップが５個であるので、論理アドレスｎ
のデータは、（論理アドレスｎ÷８）の商をさらに５で
割ったときに得られた余りのチップに書き込まれる。例
えば、ｎ＝１２１の場合には、１２１÷８は１５で余り
１であり、１５÷５は５で余りが０なので、Ｎｏ．００
のチップに書き込まれる。

【０１７５】本実施例におけるデータの書き込み処理は
次のように行われる。まず、図５８に示す全ブロックを
消去した状態からセクタＮｏ．０００〜０３９（論理ア
ドレス）の４０セクタを連続書き込みすると、図５９に
示すように各チップのｗｏｒｋ０１にデータが書き込ま
れる。すなわち、最初に書き込まれるセクタＮｏ．００
０〜００７は論理ブロックアドレスが００なので、本体
からＳＲＡＭ２３にセクタＮｏ．０００〜００７のデー
タを転送して、チップＮｏ．００の書き込みポインタが
指すｗｏｒｋ０１からデータを書き込む。なお、論理ブ
ロックアドレスはチップ単位で管理される。

【０１７６】そして、この場合には論理ブロックアドレ
ス００が過去の存在しないので、チップＮｏ．００のｗ
ｏｒｋ０１はｗｏｒｋ０４の次の空き領域に移動する。
８セクタ分の書き込みが終了したら、書き込みポインタ
をチップＮｏ．０１のｗｏｒｋ０１に移動し、上記と同
様にセクタＮｏ．００８〜０１５のデータをｗｏｒｋ０
１に書き込む。

【０１７７】以上のようにして、書き込みがチップＮ
ｏ．０４まで完了したら、書き込みポインタをチップＮ
ｏ．００のｗｏｒｋ０２に移動する。次に、図５９の状
態から、図６０に示すようにセクタＮｏ．１２０〜１９
１（論理アドレス）の７２セクタの連続書き込みをす
る。上記と同様、本体からＳＲＡＭ２３にセクタＮｏ．
１２０〜１２７のデータを転送して、セクタＮｏ．１２
０〜１２７は論理ブロックアドレスが０３なので、チッ
プＮｏ．００の書き込みポインタが指すｗｏｒｋ０２か
らデータを書き込む。そして、上記と同様、チップＮ
ｏ．００のｗｏｒｋ０２、ｗｏｒｋ０３はｗｏｒｋ０１
の次の空き領域に移動する。

【０１７８】以下同様に、セクタＮｏ．１２８〜１９１
のデータをチップＮｏ．００〜Ｎｏ．０４に書き込む。
ここで、図６０の状態から、セクタＮｏ．００２〜００
３の２セクタを連続書き込みすると、図６１に示すよう
になる。まず、ＳＲＡＭ２３にセクタＮｏ．００２〜０
０３のデータを転送する。この場合、書き込みデータが
セクタＮｏ．００２〜００３なので、論理ブロックアド
レス００が指定され、これは過去に存在するので、旧デ
ータの退避が必要と判断される。また、書き込みデータ
がセクタＮｏ．００２〜００３で、論理ブロックアドレ
ス００の最初から書き込まれないので、旧論理ブロック
アドレス００のデータをＳＲＡＭ２３に退避する。

【０１７９】なお、書き込みデータが論理ブロックアド
レスの先頭より２セクタ分のときには、書き込みデータ
を先に処理した後に旧論理ブロックアドレスのデータの
退避動作を行う。次に、ＳＲＡＭ２３に退避した旧デー
タ０００，００１，００４，００５，００６，００７と
新データ００２，００３を書き込みポインタが指すチッ
プＮｏ．００のｗｏｒｋ０４に書き込む。その際、書き
込みは０００，００１，００２，００３，００４，００
５，００６，００７の順番に書き込む。

【０１８０】ついで、論理ブロックアドレス００がすで
に存在しているので、旧論理ブロックアドレスの消去を
行う。また、ｗｏｒｋ０４を旧論理ブロックアドレス０
０に移動する。上記のように２セクタ連続書き込みを行
ったのち、電源がＯＦＦになり、再びＯＮにすると、図
６２に示すように、ワークブロックは使われているブロ
ックの次より指定される。また、上記のようにワークブ
ロックを指定していき、チップの最後まで検索してもワ
ークブロックを全部指定できなくなった場合には、チッ
プの最初に戻り、ワークブロックを指定する。

【０１８１】上記の処理において、ブロック消去エラー
が発生した場合には、不良フラグに００ｈを設定し、そ
のブロックは書き込みおよび読み出し不可とする。すな
わち、ワークブロックを一つ潰すことにより対処し、ワ
ークブロックがなくなったら、そのシステムは書き込み
不可とする。また、データ退避途中にエラーが発生した
場合には、不良データフラグを立てたのちにデータを書
き込む。なお、読み出し動作ではそのブロックにエラー
が検出されても、そのブロックを不良ブロックとしては
扱わない。

【０１８２】データ書き込みエラーが発生した場合に
は、そのブロックを不良ブロックとする。不良フラグの
立て方は、一度書かれているデータを退避し、不良ブロ
ックフラグのみを立てて、再度書き込む。不良ブロック
フラグも通常書き込みと同様、該当ブロック全てのセク
タに対して立てる。データ消去途中でエラーが検出され
た場合には、そのブロックは不良ブロックとする。不良
ブロックフラグの立て方は、不良ブロックフラグのみを
立てるのではなく、実データを含め全てＡＬＬ

〔００〕
を書き込む。不良処理は該当ブロック全てのセクタに対
して行う。

【０１８３】以上のように、本実施例においては、各チ
ップ内に書き込むデータを固定とし、チップ内において
書き込むブロックを移動して書き込んでいくので、全領
域を管理する必要がない。このため、データを各チップ
内でのみ管理すればよく、管理テーブルを節約すること
ができ、また、書き込み動作の高速化を図ることができ
る。

【０１８４】また、ワークブロックにデータを書き込
み、ワークブロックをチップ内で移動させるように構成
したので、各ブロックを平均的に使用することができ
る。

【０１８５】

【発明の効果】以上説明したように、本発明の請求項１
〜４の発明においては、記憶領域１ａが複数のブロック
と、該ブロックを区切ったセクタから構成され、書き込
まれたデータをブロック単位で消去する記憶装置の書き
込み／消去方法において、ブロック内の消去不可のデー
タを空きセクタがある他のブロックに退避するに際し
て、消去可能なセクタ数が多いブロックからｍブロック
と、消去可能が少ないブロックからｎブロックを選択
し、選択されたブロックを同時に空きセクタがある他の
ブロックに、セクタを散在させて均一に、退避するよう
にしたので、空きブロックを作成することができるとと
もに、結果的に各ブロックに書き換えが多いセクタと書
き換えが少ないセクタが混在することとなり、ブロック
の消去回数を平均化することができる。

【０１８６】本発明の請求項４〜７の発明においては、
上記構成の記憶領域を持つ記憶装置の書き込み／消去方
法において、消去可能なデータを含むブロックのデータ
の内、消去不可のデータのみを退避領域に移動したの
ち、上記ブロックのデータを消去し、消去したブロック
を新たな退避領域とすることにより、空き領域を作成す
るようにしたので、消去可能データをなくすことができ
る。したがって、、本処理を予め行っておくことにより
書き込み時間を短縮することが可能となる。

【０１８７】また、データの書き込み方向に対して、退
避領域の反対側のブロックの消去不可のデータのみを退
避領域に移動したのち、上記ブロックのデータを消去
し、消去したブロックを新たな退避領域とすることによ
り、書き込み場所を示す書き込みポインタと退避領域の
間に全ての空き領域を存在させることができる。したが
って、処理の中断があっても、書き込みポインタの示す
位置からデータを書き込むことができ、処理中断後に必
要とする処理量を少なくすることができる。

【０１８８】本発明の請求項８〜１３の発明において
は、上記構成の記憶領域を持つ記憶装置の書き込み／消
去方法において、書き込みポイントを予備領域に設定
し、データが書き込まれたブロックの消去不可のデータ
を予備領域に移動したのち、上記ブロックのデータを消
去する処理を繰り返し、最後に消去したブロック以外の
ブロックの空きセクタ数が予備領域にあるセクタ数と等
しいか、もしくは、大きくなったとき、予備領域のデー
タを最後に消去したブロック以外のブロックに移動する
ようにしたので、空きブロックが使用不可になったと
き、使用不可となったブロックを救済して空きブロック
を作成することができる。

【０１８９】また、予備領域のデータを、データを最後
に消去したブロック以外のブロックに移動する際、移動
先の書き込みポイントを、データを最後に消去したブロ
ックの後のブロックから検索して予備領域のデータを移
動するようにすることにより、最後に消去をかけたブロ
ックと書き込みポインタの間に全ての空きセクタを存在
させることができ、処理中断後の処理を簡単にすること
ができる。

【０１９０】さらに、処理中断後、処理を再開したと
き、予備領域に消去可能なデータがあるか、あるいは、
消去不可のデータのみがあるかに応じて、処理中断時点
を判断することができ、処理中断時点の判断を単純化す
ることができる。本発明の請求項１４〜１７の発明にお
いては、上記構成の記憶領域を持つ記憶装置の記憶装置
の消去方法において、ブロック毎に書き込みの有無を示
すフラグを設けて、書き込みの有無を示すフラグを参照
して、書き込まれたデータを消去するようにしたので、
不要な消去を避けることができ、消去時間の短縮を図る
ことができるとともに、記憶媒体の寿命を延ばすことが
できる。

【０１９１】また、全記憶領域の消去処理が実行中であ
ることを示す実行中フラグを設けることにより、全記憶
領域の消去処理を実行中に、処理が中断された際、実行
中フラグを参照して、全記憶領域の消去処理中であるこ
とを判断することができ、不意の処理中断に対応するこ
とができる。本発明の請求項１８の発明においては、記
憶領域が上書きできない複数のセクタで構成され、セク
タに書き込まれたデータをセクタ単位で消去する記憶装
置の書き込み管理方法において、同一のセクタ番号を持
つセクタを少なくとも２個用意し、同一番号が付された
セクタのいずれか一方にデータがあった場合、他方のセ
クタにデータを書き込むと同時に、一方のセクタのデー
タを消去するようにしたので、書き込み速度を向上する
ことができる。

【０１９２】本発明の請求項１９の発明においては、上
記記憶領域を持つ記憶装置の書き込み管理方法におい
て、書き込みするセクタにデータがある場合、データを
一次記憶装置に転送している間に、上記セクタのデータ
を消去し、データの消去完了後、もしくは、データ転送
の終了後、上記セクタにデータを書き込むようにしたの
で、上記と同様書き込み速度を向上することができる。

【０１９３】本発明の請求項２０，２１の発明において
は、上記請求項１８，１９の発明において、不良なセク
タを代替する予備の領域と、書き込みセクタを管理する
書き換え可能なデコード・テーブルを設け、不良なセク
タが発生したとき、上記デコード・テーブルを書き換え
ることにより、予備の領域に書き込みセクタを変更し、
予備の領域がなくなつたとき、デコード・テーブルを書
き換えてセクタを再構成するようにしたので、不良セク
タ発生時の救済を行うことができる。

【０１９４】本発明の請求項２２〜２９の発明において
は、上記記憶領域を持つ記憶装置の書き込み管理方法に
おいて、Ｎ個のセクタ番号に対して、Ｎ＋１個のセクタ
を設けるとともに、Ｎ＋１個の各セクタをＮ個のセクタ
番号で共有し、データをセクタへ書き込む際、データを
Ｎ＋１個のセクタの内の空いているセクタに書き込むよ
うにしたので、書き込み速度を向上することができると
ともに、余分に用意するセクタの数を少なくすることが
でき、コストダウンを図ることができる。

【０１９５】また、不良なセクタを代替する予備の領域
を設け、不良なセクタが発生したとき、デコード・テー
ブルを書き換えることにより、予備の領域に書き込みブ
ロックあるいはセクタを変更するようにしたり、デコー
ド・テーブルを再編成するようにすることにより、不良
セクタ発生時の救済を行うことができる。本発明の請求
項３０の発明においては、読み書きが可能で、かつ、記
憶領域の一部が破壊する可能性のある記憶領域と、記憶
領域中のデータが記憶されている場所を示す書き換え可
能なデコーダとを備えた記憶装置における管理方法にお
いて、デコーダを２段設け、記憶装置の記憶領域の一部
が破壊したとき、もしくは、２段のデコータの一部が破
壊したとき、２段のデコーダのいずれか一方、もくし
は、両方を書き換えることにより、破壊した部分へのデ
コードが行われないようにしたので、デコーダとして、
ＥＥＰＲＯＭ、フラッシュメモリ等のその一部が破壊す
る可能性のある記憶媒体を用いた場合においても、アド
レスがエラーとなる確率を著しく減少させることがで
き、信頼性を確保することができる。

【０１９６】本発明の請求項３１〜３４の発明において
は、記憶領域と、記憶領域へのデータの書き込みを制御
する制御手段とを備えた記憶装置の管理方法において、
記憶領域へ書き込むデータの大きさを上記制御手段に送
り、制御手段が記憶領域へ書き込むデータの大きさと記
憶領域の内部状態に基づき書き込みに必要に時間を推定
しているので、推定された記憶領域の書き込み時間と書
き込みに必要な電力とから、現在の残存電力で書き込み
が可能か否かを判定することができ、システムの信頼性
を向上させることができる。

【０１９７】また、上記推定された記憶領域の書き込み
時間と実際の書き込み時間を比較する等により、記憶装
置１の異常を判定することもできる。本発明の請求項３
５の発明においては、消去出来なくなる可能性のある記
憶領域上に記録されたフラグの判定方法において、記憶
領域上に同一の機能に対応した複数ビットのフラグを記
録し、該フラグの論理積によりフラグの判定を行うよう
にしたので、全ビットが不良にならない限り、正しい判
定値を常に出力することができ、システムの信頼性を向
上させることができる。

【０１９８】本発明の請求項３６〜３７の発明において
は、記憶領域が複数に分割されており、分割されたチッ
プ内に複数のブロックが設けられ、チップ内のブロック
にデータを書き込む際、新たなブロックにデータを書き
込み、書き込んだデータがチップ内に既に存在している
場合には、そのデータをブロック単位で消去する記憶装
置の管理方法において、データを書き込むチップを、書
き込むデータに対応させて固定したので、制御手段は各
チップ内のデータのみを管理すればよく、全領域を管理
する必要がない。このため、制御手段における管理テー
ブルを簡単にすることができ、書き込み速度を向上させ
ることができる。また、各チップ内にデータを書き込む
ための複数のワークブロックを設けることにより、ワー
クブロックに不良が発生した場合に、不良となったワー
クブロックを救済することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の全体の概略構成を示す原理図である。

【図２】本発明の請求項１〜１７の原理を示す原理図で
ある。

【図３】本発明の請求項１〜１７の原理を示す原理図
（続き）である。

【図４】本発明の請求項１８〜３０の原理を示す原理図
である。

【図５】本発明の請求項３１〜３５の原理を示す原理図
である。

【図６】本発明の請求項３６，３７の原理を示す原理図
である。

【図７】本発明の前提となる記憶装置の構成を示すブロ
ック図である。

【図８】記憶装置におけるＳＲＡＭの内容を示す図であ
る。

【図９】記憶装置におけるフラッシュ・メモリの内容を
示す図である。

【図１０】記憶装置におけるフラッシュ・メモリの内容
を示す図（続き）である。

【図１１】記憶装置における書き込み時の処理を示すフ
ローチャートである。

【図１２】記憶装置における書き込み時の処理を示すフ
ローチャート（続き）である。

【図１３】記憶装置における書き込み時の処理を示すフ
ローチャート（続き）である。

【図１４】記憶装置における書き込み時の処理を示すフ
ローチャート（続き）である。

【図１５】記憶装置における書き込み時の処理を示すフ
ローチャート（続き）である。

【図１６】消去回数のバラツキを抑える実施例を示す図
である。

【図１７】消去回数のバラツキを抑える実施例を示す図
（続き）である。

【図１８】消去回数のバラツキを抑える実施例を示す図
（続き）である。

【図１９】消去回数のバラツキを抑える実施例を示す図
（続き）である。

【図２０】消去回数のバラツキを抑える実施例を示す図
（続き）である。

【図２１】消去回数のバラツキを抑える実施例の処理を
示すフローチャートである。

【図２２】消去可能データをなくす処理の実施例を示す
図である。

【図２３】消去可能データをなくす処理の実施例を示す
図（続き）である。

【図２４】消去可能データをなくす処理の実施例を示す
図（続き）である。

【図２５】消去可能データをなくす処理の実施例を示す
図（続き）である。

【図２６】消去可能データをなくす処理の実施例を示す
フローチャートである。

【図２７】空き領域の作成処理の実施例を示す図であ
る。

【図２８】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図２９】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図３０】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図３１】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図３２】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図３３】空き領域の作成処理の実施例を示す図（続
き）である。

【図３４】空き領域の作成処理の実施例のフローチャー
トである。

【図３５】消去処理の実施例を示す図である。

【図３６】消去処理の実施例を示す図（続き）である。

【図３７】消去処理の実施例のフローチャートである。

【図３８】書き込み速度の向上を図る実施例のシステム
構成を示す図である。

【図３９】書き込み速度の向上を図る第１の実施例を示
す図である。

【図４０】書き込み速度の向上を図る第１の実施例を示
す図（続き）である。

【図４１】書き込み速度の向上を図る第２の実施例を示
す図である。

【図４２】書き込み速度の向上を図る第２の実施例を示
す図（続き）である。

【図４３】書き込み速度の向上を図る第３の実施例を示
す図である。

【図４４】書き込み速度の向上を図る第３の実施例を示
す図（続き）である。

【図４５】書き込み速度の向上を図る第４の実施例を示
す図である。

【図４６】書き込み速度の向上を図る第４の実施例を示
す図（続き）である。

【図４７】書き込み速度の向上を図る第５の実施例を示
す図である。

【図４８】書き込み速度の向上を図る第５の実施例を示
す図（続き）である。

【図４９】書き込み速度の向上を図る実施例のフローチ
ャートである。

【図５０】書き込み速度の向上を図る実施例のフローチ
ャート（続き）である。

【図５１】書き込み速度の向上を図る実施例のフローチ
ャート（続き）である。

【図５２】アドレス変換用デコード部を２段とした実施
例を示す図である。

【図５３】書き込み時間推定処理の実施例における記憶
領域の状態を示す図である。

【図５４】書き込み時間推定処理の実施例のフローチャ
ートである。

【図５５】フラグ判定処理の第１の実施例を示す図であ
る。

【図５６】フラグ判定処理の第２の実施例を示す図であ
る。

【図５７】管理テーブルを節約する実施例における記憶
領域の構成を示す図である。

【図５８】管理テーブルを節約する実施例を示す図であ
る。

【図５９】管理テーブルを節約する実施例を示す図（続
き）である。

【図６０】管理テーブルを節約する実施例を示す図（続
き）である。

【図６１】管理テーブルを節約する実施例を示す図（続
き）である。

【図６２】管理テーブルを節約する実施例を示す図（続
き）である。

【符号の説明】

１，２０ 記憶装置 １ａ 記憶領域 １ｂ 一次記憶媒体 １ｃ 制御手段 １ｄ，１ｅ デコード・テーブル ２ 本体処理装置 ２１ コントローラＬＳＩ ２２ プロセッサ ２３ ＳＲＡＭ ２４ クロック発振器 ２５−１〜２５−５ フラッシュ・メモリ ２６ ＥＥＰＲＯＭ ２６１ セクタ変換部 ３０１ １次デコード部 ３０２ ２次デコード部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 柴崎 省吾 神奈川県横浜市中区本町４丁目36番地 株 式会社富士通コンピュータテクノロジ内 (72)発明者 伊藤 裕之 神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地 富士通株式会社内 (72)発明者 竹原 勝 神奈川県横浜市中区本町４丁目36番地 株 式会社富士通コンピュータテクノロジ内

Claims (37)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶領域(1a)が複数のブロック(1a-1,
   …,1a-N)と、該ブロックを区切ったセクタから構成さ
   れ、書き込まれたデータをブロック単位で消去する記憶
   装置(1) の書き込み／消去方法において、 ブロック(1a-1,…,1a-N)内の消去不可のデータを空きセ
   クタがある他のブロックに退避するに際して、 消去可能なセクタ数が多いブロックから所定数のｍブロ
   ックと、消去可能が少ないブロックから所定数のｎブロ
   ックを選択し、選択されたブロックを同時に空きセクタ
   がある他のブロックに退避することを特徴とする記憶装
   置の書き込み／消去方法。
2. 【請求項２】 退避先のブロックに消去可能セクタ数が
   多い方のブロックと少ない方のブロックのセクタを散在
   させて退避することを特徴とする請求項１の記憶装置の
   書き込み／消去方法。
3. 【請求項３】 消去不可のセクタを複数のブロックに退
   避させるに際して、退避先のブロックに退避するセクタ
   数が均一になるようにすることを特徴とする請求項１ま
   たは請求項２の記憶装置の書き込み／消去方法。
4. 【請求項４】 記憶領域(1a)が、退避領域を含む複数の
   ブロック(1a-1,…,1a-N)から構成され、書き込まれたデ
   ータをブロック単位で消去する記憶装置の書き込み／消
   去方法において、 消去可能なデータを含むブロック(1a-1,…,1a-N)のデー
   タの内、消去不可のデータのみを退避領域に移動したの
   ち、上記ブロックのデータを消去し、 消去したブロックを新たな退避領域とすることにより、
   空き領域を作成することを特徴とする記憶装置の書き込
   み／消去方法。
5. 【請求項５】 ブロック毎に消去可能なデータを消去す
   ることを特徴とする請求項４の記憶装置の書き込み／消
   去方法。
6. 【請求項６】 ブロック(1a-1,…,1a-N)中の消去可能な
   データが所定個数以上のときのみ、空き領域作成処理を
   行うことを特徴とする請求項４または請求項５の記憶装
   置の書き込み／消去方法。
7. 【請求項７】 データの書き込み方向に対して、退避領
   域の反対側のブロックの消去不可のデータのみを退避領
   域に移動したのち、上記ブロックのデータを消去し、 消去したブロックを新たな退避領域とすることにより、
   空き領域を作成することを特徴とする請求項４，５また
   は請求項６の記憶装置の書き込み／消去方法。
8. 【請求項８】 記憶領域(1) が、予備領域を含む複数の
   ブロック(1a-1,…,1a-N)から構成され、書き込まれたデ
   ータをブロック単位で消去する記憶装置の書き込み／消
   去方法において、 書き込みポイントを予備領域に設定し、データが書き込
   まれたブロックの消去不可のデータを予備領域に移動し
   たのち、上記ブロックのデータを消去する処理を繰り返
   し、 最後に消去したブロック以外のブロックの空きセクタ数
   が予備領域にあるセクタ数と等しいか、もしくは、大き
   くなったとき、予備領域のデータを最後に消去したブロ
   ック以外のブロックに移動することにより空きブロック
   を作成することを特徴とする記憶装置の書き込み／消去
   方法。
9. 【請求項９】 予備領域にデータを移動するブロック
   を、消去可能データが多いブロックから選択していくこ
   とを特徴とする請求項８の記憶装置の書き込み／消去方
   法。
10. 【請求項１０】 予備領域のデータを、データを最後に
    消去したブロック以外のブロックに移動する際、移動先
    の書き込みポイントを、データを最後に消去したブロッ
    クの後のブロックから検索して予備領域のデータを移動
    することを特徴とする請求項８または請求項９の記憶装
    置の書き込み／消去方法。
11. 【請求項１１】 空きブロックが使用不可になったと
    き、書き込みポイントを予備領域に設定し、データが書
    き込まれたブロックの消去不可のデータを予備領域に移
    動したのち、上記ブロックのデータを消去する処理を繰
    り返し、 最後に消去したブロック以外のブロックの空きセクタ数
    が予備領域にあるセクタ数と等しいか、もしくは、大き
    くなったとき、予備領域のデータを最後に消去したブロ
    ック以外のブロックに移動することにより、空きブロッ
    クを作成し、使用不可になった装置を救済することを特
    徴とする請求項８，９または請求項１０の記憶装置の書
    き込み／消去方法。
12. 【請求項１２】 処理途中に装置を停止し、再び立ち上
    げた際、予備領域に消去可能なデータがある場合に、空
    きブロック作成中でかつ予備領域のデータの移動中に処
    理が中断したと判断することを特徴とする請求項８，
    ９，１０または請求項１１の記憶装置の書き込み／消去
    方法。
13. 【請求項１３】 処理途中に装置を停止し、再び立ち上
    げた際、予備領域に消去可能なデータがなく、それ以外
    のデータがある場合に、空きブロック作成中でかつ予備
    領域へデータの移動してブロックを消去しているとき処
    理が中断したと判断することを特徴とする請求項８，
    ９，１０または請求項１１の記憶装置の書き込み／消去
    方法。
14. 【請求項１４】 記憶領域(1) が複数のブロック(1a-1,
    …,1a-N)から構成され、書き込まれたデータをブロック
    単位で消去する記憶装置(1) の消去方法において、 ブロック毎に書き込みの有無を示すフラグ(F1)を設け、
    フラグ(F1)を参照して書き込まれたデータを消去するこ
    とを特徴とする記憶装置の消去方法。
15. 【請求項１５】 全記憶領域を消去する際、書き込みの
    有無を示すフラグ(F1)を参照して、書き込みの有るブロ
    ックのみ消去することを特徴とする請求項１４の記憶装
    置の消去方法。
16. 【請求項１６】 記憶領域(1) が複数のブロック(1a-1,
    …,1a-N)から構成され、書き込まれたデータをブロック
    単位で消去する記憶装置の消去方法において、 全記憶領域の消去処理が実行中であることを示す実行中
    フラグ(F2)を設け、全記憶領域を消去する際、最後に消
    去するブロックに上記実行中フラグを立てることを特徴
    とする記憶装置の消去方法。
17. 【請求項１７】 全記憶領域の消去処理を実行中に、処
    理が中断された際、実行中フラグを参照して、全記憶領
    域の消去処理の再開を行うことを特徴とする請求項１６
    の記憶装置の消去方法。
18. 【請求項１８】 記憶領域(1) が上書きできない複数の
    セクタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセク
    タ単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法におい
    て、 同一のセクタ番号を持つセクタを少なくとも２個用意
    し、同一番号が付されたセクタのいずれか一方にデータ
    があった場合、 他方のセクタにデータを書き込むと同時に、一方のセク
    タのデータを消去することを特徴とする記憶装置の書き
    込み管理方法。
19. 【請求項１９】 記憶領域(1) が上書きできない複数の
    セクタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセク
    タ単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法におい
    て、 書き込みするセクタにデータがある場合、データを一次
    記憶装置(1c)に転送している間に、上記セクタのデータ
    を消去し、データの消去完了後、もしくは、データ転送
    の終了後、上記セクタにデータを書き込むことを特徴と
    する記憶装置の書き込み管理方法。
20. 【請求項２０】 不良なセクタを代替する予備の領域(1
    b-1,1b-2) と、書き込みセクタを管理する書き換え可能
    なデコード・テーブル(1d)を設け、 不良なセクタが発生したとき、上記デコード・テーブル
    (1d)を書き換えることにより、予備の領域(1b-1,1b-2)
    に書き込みセクタを変更することを特徴とする請求項１
    ８または請求項１９の記憶装置の書き込み管理方法。
21. 【請求項２１】 予備の領域(1b-1,1b-2) がなくなつた
    とき、デコード・テーブル(1d)を書き換えてセクタを再
    構成することを特徴とする請求項４または請求項１８，
    １９または請求項２０の記憶装置の書き込み管理方法。
22. 【請求項２２】 記憶領域(1) が上書きできない複数の
    セクタで構成され、セクタに書き込まれたデータをセク
    タ単位で消去する記憶装置の書き込み管理方法におい
    て、 Ｎ個のセクタ番号に対して、Ｎ＋１個のセクタを設ける
    とともに、Ｎ＋１個の各セクタをＮ個のセクタ番号で共
    有し、 データをセクタへ書き込む際、データをＮ＋１個のセク
    タの内の空いているセクタに書き込むことを特徴とする
    記憶装置の書き込み管理方法。
23. 【請求項２３】 書き込みセクタを管理するデコード・
    テーブル(1d)を設け、デコード・テーブル(1d)によりＮ
    ＋１個のセクタを１ブロックとして管理することを特徴
    とする請求項２２の記憶装置の書き込み管理方法。
24. 【請求項２４】 Ｎ＋１個のセクタを管理するデコード
    ・テーブル(1d)を細分化し、セクタの割当情報を持たせ
    たことを特徴とする請求項２２または請求項２３の記憶
    装置の書き込み管理方法。
25. 【請求項２５】 不良なセクタを代替する予備の領域(1
    b-1,1b-2) を設け、 不良なセクタが発生したとき、デコード・テーブル(1d)
    を書き換えることにより、予備の領域(1b-1,1b-2) に書
    き込みブロックを変更することを特徴とする請求項２３
    の記憶装置の書き込み管理方法。
26. 【請求項２６】 不良なセクタを代替する予備の領域(1
    b-1,1b-2) を設け、 不良なセクタが発生したとき、デコード・テーブル(1d)
    を書き換えることにより、予備の領域に書き込みセクタ
    を変更することを特徴とする請求項２４の記憶装置の書
    き込み管理方法。
27. 【請求項２７】 不良なセクタが発生したとき、エラー
    のあったセクタのみを予備の領域(1b-1,1b-2) に割り当
    て、元の領域はＮ−１個のセクタで共有することを特徴
    とする請求項２６の記憶装置の書き込み管理方法。
28. 【請求項２８】 予備の領域(1b-1,1b-2) がなくなつた
    とき、デコード・テーブル(1d)を再編成し空き領域を減
    少させることを特徴とする請求項２５，２６または請求
    項２７の記憶装置の書き込み管理方法。
29. 【請求項２９】 予備の領域(1b-1,1b-2) がなくなつた
    とき、デコード・テーブルを再編成し、セクタ数を減ら
    し、予備の領域(1b-1,1b-2) と通常の書き込み領域に分
    けることを特徴とする請求項２６の記憶装置の書き込み
    管理方法。
30. 【請求項３０】 読み書きが可能で、かつ、記憶領域の
    一部が破壊する可能性のある記憶領域(1a)と、記憶領域
    (1a)中のデータが記憶されている場所を示す書き換え可
    能なデコーダ(1d)とを備えた記憶装置(1) における記憶
    装置の管理方法において、 デコーダを２段設け、記憶装置(1) の記憶領域(1a)の一
    部が破壊したとき、もしくは、デコータ(1d,1e) の一部
    が破壊したとき、 ２段のデコーダ(1d,1e) のいずれか一方、もくしは、両
    方を書き換えることにより、破壊した部分へのデコード
    が行われないようにしたことを特徴とする記憶装置の管
    理方法。
31. 【請求項３１】 記憶領域(1a)と、記憶領域(1a)へのデ
    ータの書き込みを制御する制御手段(1b)とを備えた記憶
    装置の管理方法において、 記憶領域(1a)へ書き込むデータの大きさを上記制御手段
    (1b)に送り、制御手段(1b)が記憶領域(1a)へ書き込むデ
    ータの大きさと記憶領域(1a)の内部状態に基づき書き込
    みに必要に時間を推定することを特徴とする記憶装置の
    管理方法。
32. 【請求項３２】 推定された記憶領域(1a)の書き込み時
    間から書き込みに要する電力を求めることを特徴とする
    請求項３１の記憶装置の管理方法。
33. 【請求項３３】 求めた電力より、電力が有限な電源の
    残り電力で記憶装置(1) への書き込みが可能か否かを判
    定することを特徴とする請求項３２の記憶装置の管理方
    法。
34. 【請求項３４】 推定された記憶領域(1a)の書き込み時
    間から記憶装置(1)の異常を判定することを特徴とする
    請求項３１の記憶装置の管理方法。
35. 【請求項３５】 消去出来なくなる可能性のある記憶領
    域(1a)上に記録されたフラグの判定方法において、 記憶領域(1a)上に同一の機能に対応した複数ビットのフ
    ラグを記録し、該フラグの論理積によりフラグの判定を
    行うことを特徴とする記憶装置上に記録されたフラグの
    判定方法。
36. 【請求項３６】 記憶領域(1a)が複数に分割されてお
    り、分割されたチップ内に複数のブロックが設けられ、
    チップ内のブロックにデータを書き込む際、新たなブロ
    ックにデータを書き込み、書き込んだデータがチップ内
    に既に存在している場合には、そのデータをブロック単
    位で消去する記憶装置の管理方法において、 データを書き込むチップを、書き込むデータに対応させ
    て固定したことを特徴とする記憶装置の管理方法。
37. 【請求項３７】 各チップ内にデータを書き込むための
    複数のワークブロックを設け、ワークブロックに不良が
    発生した場合に、不良となったワークブロックを書き込
    み／読み出し不可とすることを特徴とする請求項３６の
    記憶装置の管理方法。