JPH10320984A - 記憶装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 データの書込み時にデータの消去回数を平準
化させる。 【解決手段】 フラッシュメモリ３は、物理セクタ毎に
データを個別に書込み、複数の物理セクタからなるブロ
ック毎に、データを消去する。全ブロックのうちの少な
くとも１つのブロックを予備状態にする。物理データの
書込み時には、データの一致の是非と上書きの可否と未
使用状態の物理セクタの有無とを判定し、データが一致
せずかつ上書きができない場合であって未使用状態の物
理セクタがないときだけ、無効状態の物理セクタを含む
最小の消去回数のブロックと予備状態のブロックとのデ
ータを入換える。さらに、全ブロックのうちで最大の消
去回数と最小の消去回数との差分が予め定める基準回数
以上であるとき、消去回数が最小であるブロックと予備
状態のブロックとのデータを入換える。これによって、
ブロックの消去回数が平準化される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明が属する技術分野】本発明は、書込み可能な不揮
発性メモリを用いた記憶装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、ワードプロセッサ、パーソナルコ
ンピュータ、または電子手帳と呼ばれる携帯情報端末で
は、データを記憶させるための記憶装置に、フラッシュ
メモリが用いられる。フラッシュメモリは、データを電
気的に消去可能であってかつ書込み可能な不揮発性メモ
リの一種類であり、電力の供給の有無に拘わらず、記憶
内容を保持することができる。消去可能であって書込み
可能な不揮発性メモリには、他に、ＥＰＲＯＭ（Erasab
ie Progurammable Read Only Memory）、およびＥＥＰ
ＲＯＭ（Electrically EPROM）が挙げられる。

【０００３】フラッシュメモリでは、データの消去、い
わゆるイレースは、１６ｋバイトまたは６４ｋバイトか
らなるブロック単位で行われる。消去後、ブロックは初
期状態に戻り、このときブロックのビットはすべて１で
ある。データの書込みはバイト単位で行うことができ
る。データを書込む場合、フラッシュメモリに記憶され
たデータを消去することなく書込む上書きは、ビットを
１から０に書換えるときだけ行うことができる。ビット
を０から１に書換えるとき、上書きができないので、そ
のブロックのデータを消去してブロック全体を初期状態
に戻した後、ブロックに記憶させるべきデータを再度書
込む必要がある。

【０００４】フラッシュメモリに１６ｋバイトのデータ
を書込むための処理時間は、たとえば０．２秒以上〜
０．３秒以下である。また、フラッシュメモリから１６
ｋバイトのブロックのデータを消去するための処理時間
は、たとえば約１秒である。ゆえに、フラッシュメモリ
にデータを記憶させる場合、ブロックの初期化のために
データの消去を行うとき、データを記憶させるための処
理全体の処理時間が、ブロックの初期化を行わずに上書
きだけによってデータを記憶させるときと比較して、格
段に長くなる。

【０００５】また、フラッシュメモリは、各ブロックの
消去回数に予め制限がある。現行のフラッシュメモリで
は、消去の最大可能回数はたとえば１０万回である。フ
ラッシュメモリ内の複数のブロックのうちのいずれか１
つのブロックの消去回数が最大可能回数を越えたとき、
そのフラッシュメモリは以後使用することができなくな
る可能性があるので、フラッシュメモリを交換する必要
がある。

【０００６】データの書込みのための処理全体の処理時
間を短縮するための第１の従来技術が、特開昭６２−２
８９９９９号公報に開示される。本公報のデータの書込
み方法では、ＥＥＰＲＯＭであるデータメモリ部に記憶
されたデータを読出し、該データとデータメモリ部に書
込むべきデータとを比較する。両データが一致すると
き、データの書込み時間を短縮するために、そのデータ
をメモリに書込まない。このように、前記両データが一
致することは頻繁に起こらないので、この判定だけを行
っても、データの消去回数を大幅に減少させることは困
難である。

【０００７】フラッシュメモリの使用時間、すなわち寿
命を延ばすための従来技術として、以下に示す第２〜第
８の従来技術が挙げられる。

【０００８】第２の従来技術は、特開平７−４５０８５
号公報に開示される。本公報のデータ書込み装置では、
ＥＰＲＯＭのビットを１から０に書換える回数を減少さ
せるために、書込むべきデータのうちで０であるビット
の数が１であるビットの数より多いとき、該データの各
ビットの値を反転させた後に書込む。このデータ書込み
装置によってデータを書込んだＥＰＲＯＭからデータを
読出すとき、まず、ビットの反転の有無を判定し、その
判定結果に応答して、ビットを反転させてまたはそのま
ま出力する。このため、このＥＰＲＯＭからデータを読
出すための読出し装置の構成および読出し手法が複雑に
なる。

【０００９】第３の従来技術は、特開平６−２６６５８
７号公報に開示される。本公報のフラッシュメモリのフ
ァイル管理方式では、フラッシュメモリに既に書込まれ
たデータを再書込みするとき、消去回数を減少させるた
めに、そのデータの論理セクタに、そのデータが書込ま
れた物理セクタ以外の別の物理セクタを新たに割当てて
該別の物理セクタにデータを書込み、元の物理セクタを
使用済みセクタとする。これを繰返し、使用済みセクタ
の数が予め定める数以上になったとき、未使用セクタを
連続して配置させるために、論理セクタに割当てられた
物理セクタのデータだけを他の未使用セクタに順次書込
み、書込み終了後、論理セクタに割当てられた元の物理
セクタのデータを消去して、未使用セクタとする。この
ような並換えを行った場合、論理セクタと物理セクタと
の対応関係が変更されるので、並換え後に或る論理セク
タを指定してデータを読出させるには、論理セクタに割
当てられた変更後の物理セクタのアドレスを再計算しな
ければならない。ゆえに、読出しに時間がかかる。

【００１０】第４の従来技術は、特開平６−９５９５５
号公報に開示される。本公報のフラッシュ・ファイル・
システムは、フラッシュメモリへのデータの書換えを繰
返したためにフラッシュメモリ内でデータが記憶されな
い未使用ブロックが点在するとき、この未使用ブロック
を集めるように、ファイルシステムを再構築する。この
ファイルシステムでも、再構築後のフラッシュメモリか
らデータを読出すとき、所望のデータが記憶されたブロ
ックのアドレスが変更されているので、再度アドレスを
計算しなくてはならず、第３の従来技術と同様に、読出
しに時間がかかる。

【００１１】第５の従来技術は、特開平８−１６４８２
号公報に開示される。本公報の記憶装置は、ライト回
数、すなわち書込み回数が多く今後データの書換えがあ
ると予想される論理ブロックが、消去回数の多い物理ブ
ロックに割当てられている場合、その論理ブロックを、
書込み回数が少ない論理ブロックに割当てられかつ消去
回数の少ない物理ブロックに割当てる。このために、消
去回数が多い物理ブロックと消去回数が少ない物理ブロ
ックとの間で、記憶されたデータを交換する。この記憶
装置では、データ交換のための処理が複雑である。ま
た、データ交換時に、２つの物理ブロックのデータの消
去を行わなくてはならないので、交換のためにフラッシ
ュメモリのデータの消去回数が増加する。

【００１２】第６の従来技術は、特開平４−２２２９９
７号公報に開示される。本公報のメモリカードにおける
データ記録方法では、ＥＥＰＲＯＭであるメインメモリ
部のクラスタのうちの一部をデータを記録しない予備ク
ラスタとしておき、予備クラスタ以外の残余クラスタに
データを書込む。データ書換え時、書換え対象のクラス
タのデータの書換え回数が、予備クラスタのうちで書換
え回数が最小の予備クラスタの書換え回数よりも予め定
める回数以上大きいとき、メインメモリ部の特定の番地
にデータの書換えが集中することを防止するために、書
換え対象のクラスタの論理アドレスと前記最小の予備ク
ラスタの論理アドレスとを入換える。また、クラスタへ
のデータの書込み状態が不良であるときにも、該クラス
タの論理アドレスと予備クラスタの論理アドレスとを入
換える。このデータ記録方法では、データの書換え回数
をシステム管理用のメモリに記憶させるので、メモリカ
ード内に、フラッシュメモリ以外に前記メモリを備える
必要がある。ゆえに、メモリカードの構造が複雑にな
る。

【００１３】第７の従来技術は、特開平４−３１７１４
９号公報に開示される。本公報のＥＥＰＲＯＭの管理方
式では、ＥＥＰＲＯＭのメモリ領域をブロック化し、そ
れらブロックの使用状況を表すデータ、および該ブロッ
クに記憶されたデータを指定して読出すためのデータ
を、ＥＥＰＲＯＭ内に記憶させている。第８の従来技術
は、特開平８−２７３３９０号公報に開示される。本公
報のフラッシュメモリの消去回数の管理方法では、フラ
ッシュメモリ外部のハードウェアを小規模化するため
に、フラッシュメモリの各ブロック毎の消去回数を、フ
ラッシュメモリ自体に記憶させておく。これらの管理方
式および方法では、ＥＥＰＲＯＭおよびフラッシュメモ
リに、上述のデータおよび消去回数を書込む場合であっ
てデータの上書きができないとき、元のデータおよび消
去回数を消去した後に改めてデータを書込まなくてはな
らない。ゆえに、ＥＥＰＲＯＭおよびフラッシュメモリ
のデータの消去回数が増加する。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、フラ
ッシュメモリの消去回数を減少させることができ、かつ
構造が簡単な記憶装置を提供することである。

【００１５】

【課題を解決するための手段】本発明は、記憶すべきデ
ータを個別に書込み／消去可能な複数のメモリ領域を含
み、該メモリ領域のうちの少なくとも１つのメモリ領域
を、データを記憶させない予備領域とする不揮発性メモ
リと、各メモリ領域のデータの消去回数をそれぞれ計数
する計数手段と、計数手段によって計数された消去回数
のうちで最大の消去回数と最小の消去回数との差分が、
予め定める基準回数以上であるか否かを判定する消去回
数判定手段と、消去回数判定手段によって差分が基準回
数以上であると判定されたとき、消去回数が最小である
メモリ領域に記憶されたデータを予備領域に記憶させ、
前記差分が基準回数未満であると判定されたとき休止す
る平準化用転送制御手段と、平準化用転送制御手段がデ
ータを記憶させた後、消去回数が最小であるメモリ領域
に記憶されたデータを消去させて、該メモリ領域を予備
領域とする平準化用消去制御手段とを含むことを特徴と
する記憶装置である。

【００１６】本発明に従えば、記憶装置は、上述のよう
に、データの書込み／消去が可能な不揮発性メモリを備
える。この不揮発性メモリは、一般的に、データの消去
回数に制限があり、或るメモリ領域のデータの消去回数
が予め定める上限回数以上になったときに、不揮発性メ
モリ全体が使用不可能になることがある。このため、不
揮発性メモリの各メモリ領域の消去回数がほぼ同じにな
るように、消去回数を平準化する必要がある。

【００１７】平準化用転送制御手段は、上述のように、
最大の消去回数と最小の消去回数との差が基準回数以上
になるとき、消去回数が最小であるメモリ領域に記憶さ
れたデータを予備領域に記憶させ、消去回数が最小であ
るメモリ領域の記憶内容を消去する。この消去とは、不
揮発性メモリがフラッシュメモリまたはＥＥＰＲＯＭで
あれば、いわゆるイレースである。これによって、消去
回数が最小だったメモリ領域と予備領域との記憶内容が
交換される。ゆえに前記予備領域が新たなメモリ領域に
なり、前記メモリ領域が新たな予備領域にされる。これ
は以下の２つの理由からである。

【００１８】第１の理由は、各メモリ領域の消去回数を
平準化するためである。消去回数が最小だったメモリ領
域に記憶されたデータは、記憶装置の外部からのデータ
の書換えの指示が今まで殆どなく、今後も殆どないと予
想されるようなデータである。たとえば、予備領域のデ
ータの消去回数が最小の消去回数より大きく最大の消去
回数以下である場合、予備領域と消去回数が最小である
メモリ領域との記憶内容を上述のように入換えることに
よって、新たなメモリ領域には、データの書換えの指示
がほとんどないと予想されるデータが記憶される。ゆえ
に、以後、新たなメモリ領域の消去回数はほとんど増加
しないと考えられる。このような入換えを繰返すことに
よって、不揮発性メモリの全メモリ領域の消去回数を平
準化することができる。したがって、不揮発性メモリの
全メモリ領域のうちで一部のメモリ領域の消去回数が増
加して上限回数を越えることによって、不揮発性メモリ
が使用できなくなることを未然に防止することができ
る。したがって、不揮発性メモリの寿命を延ばすことが
できる。

【００１９】第２の理由は、データの劣化を防止するた
めである。たとえばフラッシュメモリおよびＥＥＰＲＯ
Ｍでは、ビット毎に準備されたコンデンサの電荷の蓄積
の有無によって１と０とを表す。ゆえに、データが書込
まれてから過大に長い時間が経過したとき、コンデンサ
に蓄積された電荷が減少するために、データが劣化する
ことがある。他のメモリ領域と比較して消去回数が少な
いメモリ領域に記憶されたデータは、記憶装置の外部か
ら該データの書換えの指示が少ないデータであり、デー
タの書換えがほとんど行われないので、劣化する可能性
が高い。このようなデータを、消去回数に応答して上述
のように書直すことによって、データの劣化を未然に防
止する事ができる。

【００２０】また、上述の入換えは、消去回数が最小で
あるメモリ領域と予備領域との間で行われるので、入換
えのためのデータの消去回数は１回である。ゆえに、消
去回数が最大であるメモリ領域と最小であるメモリ領域
との間でデータを入換えた従来技術と比較して、入換え
のために必要な消去回数を減少させることができる。ゆ
えに、不揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことができ
る。

【００２１】また本発明は、データを個別に書込み可能
な複数のセクタを含み、予め定める数のセクタからなる
メモリ領域毎にデータが消去される不揮発性メモリに、
データ供給手段から供給されたデータであってデータを
識別するための論理セクタ番号が付されたデータを記憶
させる記憶装置において、不揮発性メモリは、全メモリ
領域のうちの少なくとも１つをデータを記憶させない予
備領域とし、セクタ毎にデータの消去の許可／禁止が定
められ、複数のメモリ領域のうちで予備領域以外の残余
のメモリ領域内のセクタから、データ供給手段から供給
されたデータと同じ論理セクタ番号のデータを記憶した
セクタであって、セクタのデータの消去が禁止されたセ
クタを検索するデータ記憶セクタ検索手段と、データ記
憶セクタ検索手段によって検索されたセクタに記憶され
たデータと、データ供給手段から供給されたデータとが
一致するか否かを判定するデータ一致判定手段と、デー
タ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタに、デ
ータ供給手段から供給されたデータを、該セクタに記憶
されたデータを消去することなく書込むことができるか
否かを判定する上書き判定手段と、全メモリ領域のうち
で予備領域以外の残余のメモリ領域内のセクタから、デ
ータが記憶されていないセクタを検索する第１空きセク
タ検索手段と、データ一致判定手段によってデータが一
致しないと判定されかつ上書き判定手段によってデータ
の書込みができないと判定された場合であって第１空き
セクタ検索手段によってセクタが検索されないとき、全
メモリ領域のうちで予備領域以外の前記残余のメモリ領
域からデータの消去が許可されたセクタが含まれたメモ
リ領域を検索し、データ一致判定手段によってデータが
一致すると判定された場合、上書き判定手段によってデ
ータの書込みができると判定された場合、および第１空
きセクタ検索手段によってセクタが検索されたとき、メ
モリ領域の検索を休止するメモリ領域検索手段と、メモ
リ領域検索手段によって検索されたメモリ領域のうちで
データの消去が禁止されたセクタのデータを、予備領域
に記憶させる交換用転送制御手段と、交換用転送制御手
段がデータを記憶させた後、メモリ領域検索手段によっ
て検索されたメモリ領域の全セクタのデータを消去させ
て、該メモリ領域を予備領域にする交換用消去制御手段
と、交換用転送制御手段がデータを記憶させた後、全メ
モリ領域のうちで予備領域以外のメモリ領域のうちか
ら、データが記憶されないセクタを検索する第２空きセ
クタ検索手段と、データ一致判定手段によってデータが
一致すると判定された場合、データの書込みを休止し、
データが一致しないと判定されてかつ上書き判定手段に
よってデータを書込むことができると判定された場合、
データ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタに
データ供給手段から供給されたデータを書込み、データ
が一致しないと判定されてかつデータを書込むことがで
きないと判定された場合であって第１空きセクタ検索手
段によってセクタが検索されたとき、該セクタに前記デ
ータを書込んで該セクタのデータの消去を禁止しかつデ
ータ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタのデ
ータの消去を許可し、データが一致しないと判定されて
かつデータを書込むことができないと判定された場合で
あって第１空きセクタ検索手段によってセクタが検索さ
れないとき、第２空きセクタ検索手段によって検索され
たセクタに前記データを書込んで該セクタのデータの消
去を禁止し、かつデータ記憶セクタ検索手段によって検
索されたセクタのデータの消去を許可する書込み制御手
段とを含むことを特徴とする記憶装置である。

【００２２】本発明に従えば、記憶装置は、上述のよう
な不揮発性メモリにデータを記憶させる。この不揮発性
メモリに既に書込まれたデータを書換える場合、本請求
項の記憶装置は、上述のように、データ一致の有無と上
書きの可否とを判定し、さらにデータの記憶されていな
いセクタを検索する。

【００２３】データが一致している場合、上書きの可否
および第１空きセクタ検索手段によるセクタの検索の有
無に拘わらず、書込み制御手段は、データの書込み自体
を行わない。ゆえに、データの書換え時に、データ記憶
セクタ検索手段によって検索されたセクタに対して、デ
ータの消去とビットの状態の変更とを共に行わない。し
たがって、前記セクタにデータの書込み／消去に起因す
るストレスを全く与えない。これによって、前記セクタ
の消去回数と書込み回数との増加を防止することができ
る。

【００２４】データが一致しておらずかつ上書きができ
る場合、第１空きセクタ検索手段によるセクタの検索の
有無に拘わらず、書込み制御手段は、データ供給手段か
ら与えられたデータを、データ記憶セクタ検索手段によ
って検索されたセクタに上書きによって書込む。このと
き、前記セクタのデータは消去されないので、このセク
タの消去回数を増加させることなく、データを書込むこ
とができる。

【００２５】データが一致しておらずかつ上書きができ
ない場合であって、第１空きセクタ検索手段によってセ
クタが検索されたとき、書込み制御手段は、このセクタ
にデータ供給手段から供給されたデータを書込み、かつ
データ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタの
データの消去を許可する。これによって、たとえば、再
度、このデータがデータ供給手段から供給されたとき、
データ記憶セクタ検索手段は、上述のようにデータが書
込まれたセクタ、すなわち前回の書換え時に第１空きセ
クタ検索手段によって検索されたセクタを検索し、元々
データが記憶されていたセクタ、すなわち前回の書換え
時にデータ記憶セクタ検索手段によって検索されたセク
タを検索しない。これによって、上書きができない場合
であっても、データの消去を行うことなく、不揮発性メ
モリに記憶されたデータを書換えることができる。

【００２６】データが一致しておらずかつ上書きができ
ない場合であって、第１空きセクタ検索手段によってセ
クタが検索されないとき、不揮発性メモリ内には、予備
領域以外にデータが記憶されていないセクタが存在しな
い。このときだけ、メモリ領域検索手段が、上述のメモ
リ領域を検索する。交換用転送制御手段と交換用消去制
御手段とは、メモリ領域検索手段によってメモリ領域が
検索されたときだけ動作し、上述のような動作によっ
て、メモリ領域検索手段によって検索されたメモリ領域
と予備領域とのデータを入換える。これによって、前記
メモリ領域は新たな予備領域になり、前記予備領域は新
たなメモリ領域になる。

【００２７】このとき、データの消去が禁止されたセク
タのデータだけが予備領域に書込まれ、データの消去が
許可されたセクタのデータは書込まれない。ゆえに、新
たなメモリ領域では、データの消去が許可されていたセ
クタのデータだけが仮想的に消去されて初期状態に戻
り、データの消去が禁止されていたセクタがそのまま保
持される。これによって、新たなメモリ領域には、デー
タを記憶していないセクタが含まれることになる。第２
空きセクタ検索手段は、転送制御手段が動作したときだ
け動作し、前記セクタを検索する。書込み制御手段は、
第２空きセクタ検索手段によって検索されたセクタに、
データ供給手段から供給されたデータを書込み、データ
記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタのデータ
の消去を許可する。以後、再度データの書換えをすると
きは、第１空きセクタ検索手段によって検索されたセク
タにデータを書込んだときと同様に処理される。

【００２８】このように、本請求項の記憶装置では、不
揮発性メモリに既に記憶されたデータの書換えを行うと
き、上述のように３つの条件の有無に応答して、合計８
通りの場合に分けて処理を行う。このうち、データの書
換え時にデータの消去を行うのは、最後の１通りだけで
ある。ゆえに、データの書換えを行うとき、データの消
去回数を減少させることができる。

【００２９】また、上述したように、データの書換えの
ためのデータの入換えを行った後に、請求項１で説明し
た消去回数の平準化のためのデータの入換えを行うこと
が考えられる。このとき、データの書換え時に予備領域
との間でデータの入換えを行うメモリ領域は、データの
書換えの対象であるデータを記憶したメモリ領域である
ので、そのデータは、頻繁にデータを書換えされる可能
性が高い。したがって、データの書換えのためのデータ
の入換えによってできた新たな予備領域は、データの消
去回数が多いと予想される。

【００３０】このような予備領域に、請求項１のよう
に、データの消去回数が最小のメモリ領域に記憶された
データ、すなわちデータの書換えが少ないと予想される
データを記憶させることによって、データの消去回数が
多いメモリ領域の消去回数をがさらに増加することを未
然にかつ確実に防止することができる。また、消去回数
の平準化のためのデータの入換えの回数を減少させてデ
ータの消去回数を確実に平準化することができる。ゆえ
に、前記入換えのためのデータの消去回数を、請求項１
の処理を単独で行うときの消去回数よりも少させること
ができる。したがって、不揮発性メモリの寿命をさらに
延ばすことができる。

【００３１】また本発明は、記憶すべきデータを個別に
書込み可能な複数のセクタを含み、複数のセクタからな
るメモリ領域毎にデータを消去し、全メモリ領域のうち
の少なくとも１つのメモリ領域をデータを記憶させない
予備領域とする不揮発性メモリと、データを転送するべ
きメモリ領域を指定する指定手段と、指定手段によって
指定されたメモリ領域に記憶されたデータを予備領域に
記憶させる転送制御手段と、転送制御手段がデータを記
憶させた後、指定手段によって指定されたメモリ領域に
記憶されたデータを消去させて、そのメモリ領域を予備
領域とする消去制御手段と、全メモリ領域のうちの予備
領域の有無を判定する予備領域判定手段と、予備領域判
定手段によって予備領域がないと判定されたとき、デー
タの消去が禁止されたセクタを含まないメモリ領域に記
憶されたデータを消去して、該メモリ領域を予備領域に
し、予備領域があると判定されたとき休止する予備領域
復旧手段とを含むことを特徴とする記憶装置である。

【００３２】本発明に従えば、記憶装置は、指定手段に
よって指定されたメモリ領域と予備領域との間で、デー
タを入換える。また記憶装置は、予備領域判定手段と予
備領域復旧手段とを備える。これらの手段は、たとえ
ば、消去制御手段がデータを消去している途中に記憶装
置への電力供給が遮断された時点以後、再度電力供給が
開始されたときのために準備される。

【００３３】データの消去の途中で電力供給が遮断され
て、そのまま電力供給が再開された場合、指定手段によ
って指定されたメモリ領域内にデータが消去されずに残
っている可能性がある。このとき、不揮発性メモリ内
に、予備領域が存在しない。ゆえに、予備領域判定手段
によって、予備領域の有無を判定させることによって、
電力供給の遮断時に、データの消去が完了していたか否
かを判定することができる。

【００３４】予備領域がないと判定されたとき、データ
消去が途中で中断されたと考えられる。このとき、電力
供給が遮断されているので、たとえば記憶装置のバッフ
ァとして用いられるランダムアクセスメモリには、電力
遮断前の動作状態が記憶されていない。ゆえに、予備領
域復旧手段は、上述のように、データの消去が禁止され
たセクタを含まないメモリ領域のデータを強制的に消去
して、そのメモリ領域を予備領域にする。これによっ
て、電力遮断後に電力供給が復旧した場合、不揮発性メ
モリ内に、予備領域を復旧させることができる。

【００３５】指定手段によって指定されるメモリ領域
は、具体的には、請求項１で説明した消去回数が最小で
あるメモリ領域であってもよい。また、請求項２のメモ
リ領域検索手段によって検索されたメモリ領域であって
もよい。すなわち、本請求項のデータの入換えは、消去
回数の平準化のための入換えであってもよく、データの
書換えのための入換えであってもよい。ゆえに、この請
求項を、請求項１および請求項２にさらに適用してもよ
い。このとき、データの消去回数をさらに減少させて、
不揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことができる。

【００３６】また本発明は、記憶すべきデータを個別に
書込み可能な複数のセクタを含み、複数のセクタからな
るメモリ領域毎にデータを消去する不揮発性メモリであ
って、全メモリ領域のうちの少なくとも１つのメモリ領
域を、データを記憶させない予備領域とし、各メモリ領
域毎に予備領域であることを表す状態から予備領域では
ないことを表す状態にビットを初期化することなく書換
え可能な領域使用フラグを記憶する不揮発性メモリと、
データを転送するべきメモリ領域を指定する指定手段
と、予備領域の領域使用フラグを予備領域ではないこと
を表す状態に書換えて、指定手段によって指定されたメ
モリ領域に記憶されたデータを、予備領域に記憶させる
転送制御手段と、転送制御手段がデータを記憶させた
後、指定手段によって指定されたメモリ領域に記憶され
たデータを消去させて、さらに領域使用フラグが予備領
域であることを表す状態に書換える消去制御手段と、領
域使用フラグが予備領域であることを表すメモリ領域の
有無を判定する予備領域判定手段と、予備領域判定手段
によって予備領域がないと判定されたとき、領域使用フ
ラグが初期状態であるメモリ領域の全セクタに記憶され
たデータを消去して、該メモリ領域を予備領域にし、予
備領域があると判定されたとき休止する予備領域復旧手
段とをさらに含むことを特徴とする記憶装置である。

【００３７】本発明に従えば、請求項３の記憶装置と同
じ記憶装置において、各メモリ領域が予備領域であるか
否かを、上述の領域使用フラグによって表す。たとえ
ば、予備領域を検索するときは、記憶装置はこの領域使
用フラグを参照することによって、容易に予備領域を見
付けることができる。この領域使用フラグは、不揮発性
メモリの各メモリ領域に記憶されるので、記憶装置に電
力が供給されないときにも保持される。ゆえに、領域使
用フラグを記憶させるために記憶装置に電力を供給する
必要がなくなるので、記憶装置が消費する電力を削減す
ることができる。

【００３８】また、領域使用フラグは、上述のようにビ
ットを初期化することなく書換え可能、すなわち上書き
可能である。したがって、領域使用フラグは、予備領域
であることを表す状態からそうでないことを表す状態に
変更されるとき、すなわち転送制御手段によって上述の
ように書換えられるとき、上書きによって書換えること
ができる。また、領域使用フラグを予備領域ではないこ
とを表す状態から予備領域であることを表す状態に書換
えるとき、すなわち消去制御手段によって書換えられる
とき、上書きができないので、領域使用フラグを一旦初
期状態に戻してから書換える必要がある。このとき、そ
の領域使用フラグを記憶するメモリ領域に記憶されたデ
ータを消去して該メモリ領域を初期状態に戻すので、領
域使用フラグも同時に初期状態に戻される。これによっ
て、領域使用フラグを書換えるためだけにメモリ領域の
データを消去する必要がない。ゆえに、領域使用フラグ
の書換えのために、そのメモリ領域のデータの消去回数
を増加させることを防止することができる。したがっ
て、不揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことができ
る。

【００３９】領域使用フラグは、データの消去が完了し
た段階で初めて、予備領域であることを表す状態に書換
えられる。ゆえに、データの消去の途中で電力供給が遮
断されてそのまま電力供給が再開された場合、不揮発性
メモリ内に、予備領域であることを表す領域使用フラグ
が存在しない。ゆえに、予備領域判定手段によって、領
域使用フラグを参照して予備領域の有無を判定させるこ
とによって、電力供給の遮断時に、データの消去が完了
していたか否かを判定することができる。

【００４０】また、予備領域がないとき、データ消去が
途中で中断されたと考えられる。このとき、領域使用フ
ラグはデータの消去時に同時に初期状態に戻されるの
で、領域使用フラグが初期状態であるメモリ領域が、電
力遮断前にデータの消去対象となっていたメモリ領域で
あると考えられる。ゆえに、予備領域復旧手段は、領域
使用フラグを参照して、上述のように予備領域を復旧さ
せる。これによって、電力遮断前に行われていたデータ
の消去を、再度実行することができる。

【００４１】また、領域使用フラグを用いてデータ消去
の完了の有無を判定する場合、消去制御手段の動作状態
を電力遮断時にも別途記憶させる必要がない。ゆえに、
電力遮断時の復旧のために動作状態を記憶させるための
手段をさらに備える必要がないので、記憶装置の構成が
さらに簡略化することができる。この請求項は、請求項
１またおよび請求項２にさらに適用してもよい。このと
き、データの消去回数をさらに減少させて、不揮発性メ
モリの寿命をさらに延ばすことができる。

【００４２】また本発明は、データを個別に書込み可能
な複数のセクタを含み、複数のセクタからなるメモリ領
域毎にデータが消去される不揮発性メモリに、データ供
給手段から供給されたデータであってデータを識別する
ための論理セクタ番号が付加されたデータを記憶させる
記憶装置において、データ供給手段から供給されたデー
タとその論理セクタ番号とを、不揮発性メモリのうちで
データが記憶されていないセクタに記憶させ、該セクタ
のデータの消去を禁止し、さらに全セクタの中で該セク
タ以外の残余のセクタのうちで前記データの論理セクタ
番号と同一の論理セクタ番号を記憶したセクタのデータ
の消去を許可する書込み制御手段と、不揮発性メモリの
全セクタの中でデータの消去が禁止されたセクタのうち
に、同じ論理セクタ番号を記憶したセクタが複数あるか
否かを判定する重複セクタ判定手段と、重複セクタ判定
手段によって前記セクタが複数あると判定されたとき、
データが書込まれたタイミングが最も新しいセクタのデ
ータの消去を許可し、前記セクタがないと判定されたと
き休止するセクタ復旧手段をさらに含むことを特徴とす
る記憶装置である。

【００４３】本発明に従えば、記憶装置は、データ供給
手段から供給されたデータとその論理セクタ番号とを、
書込み制御手段によって不揮発性メモリのうちでデータ
が記憶されていないセクタに書込み、さらに、このデー
タと同じ論理セクタ番号が記憶されたセクタのデータの
消去を許可する。これによって、不揮発性メモリに既に
記憶されたデータを書換えるとき、データの消去を行う
ことなく、データを書換えることができる。したがっ
て、データの消去回数を減少させることができる。この
データの書換えは、具体的には、請求項２で説明した手
法を用いて行われても良い。また、請求項１および請求
項２のデータの入換えであっても良い。

【００４４】また、この記憶装置は、重複セクタ判定手
段とセクタ復旧手段とを含む。これらの手段は、たとえ
ば、記憶装置で、転送制御手段がデータを書込む途中に
記憶装置への電力供給が遮断された時点以後、再度電力
供給が開始されたときのために準備される。この時点で
は、データの転送元のメモリ領域、すなわち指定手段に
よって指定されたメモリ領域は未だ消去が許可されてい
ないので、同じ論理セクタ番号を記憶しかつ消去が禁止
されたメモリ領域が２つあることになる。ゆえに、重複
セクタ判定手段によって、このようなメモリ領域が複数
あるか否かを判定することによって、電力遮断時に、デ
ータの入換えが終了していたか否かを判定することがで
きる。セクタ復旧手段は、重複セクタ判定手段の判定結
果に応答して、上述のように動作する。これによって、
データの入換え途中に電力供給が遮断した後電力が再度
供給されたとき、不揮発性メモリを、電力遮断時に行わ
れていたデータの入換えが実施される前の状態に戻すこ
とができる。

【００４５】また本発明は、データを個別に書込み可能
な複数のセクタを含み、複数のセクタからなるメモリ領
域毎にデータが消去される不揮発性メモリに、データ供
給手段から供給されたデータであってデータを識別する
ための論理セクタ番号が付加されたデータを記憶させる
記憶装置において、前記不揮発性メモリは、セクタ毎
に、データが書込まれたタイミングを表す世代フラグ
と、データの消去の許可／禁止を表しかつ禁止を表す状
態から許可を表す状態にビットを初期化することなく書
換え可能な識別フラグとを記憶し、不揮発性メモリのう
ちでデータが記憶されていないセクタに世代フラグを書
込み、データ供給手段から供給されたデータとその論理
セクタ番号を該セクタに書込み、該セクタの識別フラグ
を、禁止を表す状態に書換え、全セクタの中で該セクタ
を除く残余のセクタのうちで前記データの論理セクタ番
号と同一の論理セクタ番号を記憶したセクタに記憶され
た識別フラグを、許可を表す状態に書換える書込み制御
手段と、不揮発性メモリの全セクタの中で識別フラグが
データの消去の禁止を表すセクタのうちに、同じ論理セ
クタ番号を記憶したセクタが複数あるか否かを判定する
重複セクタ判定手段と、重複セクタ判定手段によって前
記セクタが複数あると判定されたとき、世代フラグによ
って表されるタイミングが最も新しいセクタの識別フラ
グを許可を表す状態に書換え、前記セクタがないと判定
されたとき休止するセクタ復旧手段をさらに含むことを
特徴とする記憶装置である。

【００４６】本発明に従えば、データの書込みのタイミ
ングは世代フラグによって表され、セクタのデータの消
去の許可／禁止は、上述の識別フラグによって表され
る。ゆえに、たとえば、データの消去が許可されたセク
タを検索するとき、記憶装置はこの識別フラグを参照す
ることによって、容易に前記セクタを見付けることがで
きる。

【００４７】また、識別フラグは、上述のようにビット
を初期化することなく書換え可能、すなわち上書き可能
である。したがって、識別フラグは、データの消去の禁
止をを表す状態から許可を表す状態に変更されるとき、
すなわち消去許可手段によって上述のように書換えられ
るとき、上書きによって書換えることができる。また、
識別フラグを禁止を表す状態に書換えるとき、すなわち
書込み制御手段によって書換えられるとき、上書きがで
きないので、識別フラグを一旦初期状態に戻してから書
換える必要がある。このとき、その識別フラグを記憶す
るセクタはデータが記憶されていない状態、すなわち初
期状態に既に戻されているので、識別フラグも既に初期
状態に戻されている。これによって、識別フラグを書換
えるためだけにセクタを初期状態に戻す必要がない。し
たがって、識別フラグの書換えのために、そのセクタを
含むメモリ領域のデータの消去回数を増加させることを
防止することができる。したがって、不揮発性メモリの
寿命をさらに延ばすことができる。

【００４８】また、識別フラグと論理セクタ番号と世代
フラグとは、不揮発性メモリ自身に書込まれる。ゆえ
に、これらを記憶するためのメモリを別途設けた場合と
比較して、記憶装置の構造を簡略化することができる。

【００４９】また本発明は、データを書込み可能な不揮
発性メモリと、不揮発性メモリにデータ供給手段から供
給され複数のデータからなるデータ群を記憶させる書込
み制御手段とを含む記憶装置において、不揮発性メモリ
は、データ群毎に、データ群の記憶開始を表す書込み開
始フラグと、データ群の記憶終了を表す書込み終了フラ
グとを記憶し、書込み制御手段がデータ群の記憶のため
の処理を開始するとき、書込み開始フラグを更新して、
不揮発性メモリに記憶させる書込み開始フラグ更新手段
と、書込み制御手段がデータ群の記憶のための処理を終
了したとき、書込み終了フラグを更新して、不揮発性メ
モリに記憶させる書込み終了フラグ更新手段と、不揮発
性メモリに記憶された書込み開始フラグと書込み終了フ
ラグとの更新回数がが一致したとき、データ群の記憶の
ための処理が最後まで終了したと判定し、更新回数が一
致しないとき、データ群の記憶のための処理が中断され
たと判定する終了判定手段とをさらに含むことを特徴と
する記憶装置である。

【００５０】本発明に従えば、記憶装置は、書込み制御
手段が上述のデータ群を不揮発性メモリに記憶させると
き、その書込み開始時に書込み開始フラグを更新し、書
込み終了時に書込み終了フラグを更新する。これによっ
て、データ群の書込みが誤りなく終了した時点で、書込
み開始フラグと書込み終了フラグとの更新回数が一致す
る。

【００５１】また、この記憶装置は、終了判定手段をさ
らに含む。この手段は、たとえば、記憶装置で、書込み
制御手段がデータを書込む途中に記憶装置への電力供給
が遮断された時点以後、再度電力供給が開始されたとき
のために準備される。この時点では、書込み開始フラグ
だけが更新されて書込み終了フラグは更新されていない
ので、更新回数がずれる。ゆえに、終了判定手段は、両
フラグの更新回数が一致したか否かを判定することによ
って、データの書込みが完全に終了したか否かを判定す
ることができる。したがって、たとえば、データの書込
みが中途終了したときには、そのデータを修復するよう
に指示することができる。

【００５２】また、両フラグは、不揮発性メモリ自体に
書込まれるので、これらフラグを記憶するために別途メ
モリを設ける場合と比較して、記憶装置の構造を簡略化
することができる。

【００５３】また本発明は、前記書込み開始フラグと前
記書込み終了フラグとは、ビットを初期化することなく
書換えることができるフラグであることを特徴とする。

【００５４】本発明に従えば、前記書込み開始フラグと
書込み終了フラグとは、上書き可能なフラグである。こ
れによって、両フラグを書換えるためだけにメモリ領域
に記憶されたデータを消去して初期状態に戻す必要がな
い。したがって、両フラグの書換えのために、これらフ
ラグが記憶されたメモリ領域のデータの消去回数を増加
させることを防止することができる。したがって、不揮
発性メモリの寿命をさらに延ばすことができる。

【００５５】また本発明は、データを記憶するための予
め定める大きさのセクタを複数含む不揮発性メモリに、
複数のデータからなるデータ群であって、データを識別
しかつデータ群内の該データの位置を表す論理セクタ番
号が付加されたデータを記憶させる記憶装置において、
前記不揮発性メモリは、データ群のうちで先頭のデータ
に付加された先頭論理セクタ番号とデータ群のうちで終
端のデータに付加された終端論理セクタ番号とを含むデ
ータ群管理データ、および各セクタと該セクタに記憶さ
れたデータの論理セクタ番号との対応を表す対応データ
を記憶し、不揮発性メモリに記憶されたデータ群のうち
でデータの読出しを開始するべき開始位置と、読出すべ
きデータのデータ量とを指定する呼出し指定手段と、デ
ータ指定手段によって指定された開始位置およびデータ
量と、不揮発性メモリに記憶された管理データと、各セ
クタの大きさとから、読出すべきデータに付加された論
理セクタ番号と、該論理セクタ番号を記憶したセクタ内
でデータの読出しを開始するべき開始アドレスと、前記
セクタ内でデータの読出しを終了するべき終了アドレス
とを決定する決定手段と、対応データを参照して、不揮
発性メモリから決定手段によって決定された論理セクタ
番号を記憶したセクタを検索し、検索されたセクタに記
憶されたデータのうちで開始アドレスから終了アドレス
までのデータを読出す読出し手段とを含む記憶装置であ
る。

【００５６】本発明に従えば、記憶装置の不揮発性メモ
リは、データ群を構成するデータを、論理セクタ番号と
対応付けて記憶する。この論理セクタ番号は、たとえ
ば、データ群内でデータが配列された順に連続した番号
である。不揮発性メモリに、たとえば請求項２のデータ
書込み手法によってデータを記憶させたとき、各データ
を記憶したセクタは、不揮発性メモリ内に点在してお
り、またそのデータを書直すたびに、データが記憶され
たセクタが変更される。

【００５７】この不揮発性メモリからデータを読出すと
き、データ指定手段は、前述の開始位置とデータ量とだ
けを指定する。このとき、決定手段は、上述のように読
み出すべきデータの論理セクタ番号と、読出し対象のセ
クタの読出しの開始／終了アドレスとを決定する。読出
し手段は、決定手段の結果に応答して、データを読み出
す。これによって、たとえばこの記憶装置を用いる電子
機器は、データ群を構成するデータが実際に記憶された
セクタが連続しているか点在しているかに拘わらず、デ
ータ群が連続したセクタに記憶されているときと同じよ
うに、読出しを指示することができる。したがって、読
出し時の記憶装置の取扱いが容易である。特に、上述し
た請求項１および請求項２のような手法を用いて不揮発
性メモリにデータ群を書込むとき、データ群を構成する
データを記憶したセクタは、不揮発性メモリ内に点在す
る。このとき、本請求項のような読出し方法でデータを
行うことによって、消去回数の平準化および消去回数の
減少のための各種の処理に拘わらず、容易にデータを読
出すことができる。

【００５８】

【発明の実施の形態】図１は、本発明の実施の一形態で
ある記憶装置１の電気的構成を表すブロック図である。
記憶装置１は、フラッシュメモリ３、中央制御装置４、
およびメモリ５，６を含む。記憶装置１は、たとえば、
電子機器８のデータの記憶装置として用いられる。

【００５９】フラッシュメモリ３は、記憶装置１の記憶
媒体であり、記憶装置１が記憶すべきデータを記憶す
る。またフラッシュメモリ３は、フラッシュメモリ３へ
のデータの書込み／読出しを制御するための各種のデー
タも記憶する。フラッシュメモリ３は、電気的にデータ
を消去することができ、かつデータを書込むことができ
る不揮発性メモリの１種類である。

【００６０】中央制御装置４は、フラッシュメモリ３へ
のデータの書込みとフラッシュメモリ３からのデータの
読出しとを制御する。具体的には、中央制御装置４は、
メモリ５，６に記憶された各種のプログラムを読出し、
メモリ５とフラッシュメモリ３との記憶内容を参照しつ
つそのプログラムを実行することによって、データの書
込み／読出しを制御する。メモリ６は、書込み可能なメ
モリであって、中央制御装置４の各種の処理のためにデ
ータを一時的に記憶するバッファとして用いられる。中
央制御装置４は、たとえばマイクロコンピュータで実現
される。メモリ５は、たとえばリードオンリメモリで実
現される。メモリ６は、たとえばランダムアクセスメモ
リで実現される。

【００６１】フラッシュメモリ３と中央制御装置４とメ
モリ５，６とは、システムバス７を介して相互にデータ
および制御用の信号を授受することができる。また中央
制御装置４は、システムバス７を介して、データの供給
元である電子機器８と接続される。電子機器８は、中央
制御装置４にデータの読出し／書込みを指示する。さら
に電子機器８は、フラッシュメモリ３に記憶するべきデ
ータを供給し、またフラッシュメモリ３に記憶されたデ
ータが中央制御装置４から供給される。中央制御装置４
は、この電子機器８の各種の制御のための中央制御装置
を兼ねていても良い。電子機器８は、請求項のデータ供
給手段に当たる。中央制御装置４、メモリ５，６および
フラッシュメモリ３には、たとえば電子機器からのデー
タの読出し／書込みの指示と同時に、電力が供給され
る。

【００６２】中央制御装置４は、ファイル管理部２１、
開始フラグ更新部２２、終了フラグ更新部２３、データ
記憶セクタ検索部３１、データ一致判定部３２、書込み
制御部３３、上書き判定部３４、空きセクタ検索部３
５、ブロック検索部３６、転送制御部３７，４３、消去
制御部３８，４４、計数部３９、回数判定部４０、位置
決定部４１、読出し制御部４２、重複セクタ判定部５
１、セクタ復旧部５２、予備ブロック判定部５３、予備
ブロック復旧部５４、および終了判定部５６を含む。各
部２１〜２３，３１〜４４，５１〜５４，５６の詳細は
後述する。各部は、中央制御装置４がプログラムを実行
することによって実現される仮想的な回路である。また
各部は、それぞれ個別に実在の回路によって実現されて
もよい。

【００６３】図２は、フラッシュメモリ３の物理セクタ
空間の具体的な構造を表す模式図である。図３は、フラ
ッシュメモリ３の物理セクタ空間と論理セクタ空間との
対応関係を表す模式図である。図２と図３とを併せて説
明する。

【００６４】フラッシュメモリ３の全メモリ領域は複数
のブロックに分割され、さらに各ブロックは複数の物理
セクタに分割される。物理セクタは、たとえば５１２バ
イトのデータを書込み可能なメモリ領域である。ブロッ
クは、たとえば３２個の物理セクタから構成されるメモ
リ領域である。フラッシュメモリ３内のブロックの個数
は、たとえば３２個である。ブロックは、請求項のメモ
リ領域に当たり、物理セクタは請求項のセクタに当た
る。

【００６５】フラッシュメモリ３は、物理セクタ毎にデ
ータを書込むことができる。また、ブロック毎にデータ
を消去してブロック内の全物理セクタを初期状態に戻す
ことができる。このデータの消去とは、いわゆるイレー
ス（Erase）である。各物理セクタは、フォーマット直
後の状態である初期状態では、全てのビットの値が１を
保つ。ビットの値を１から０に書換えることは、ビット
毎に行うことができる。ビットの値を０から１に書換え
ることは、ビット毎に行うことができず、ブロックに記
憶されたデータを全て消去することによって、ブロック
の全ビットを一括して書換える必要がある。

【００６６】すなわち、各物理セクタは、その物理セク
タに記憶されたデータを書換える場合、ビットの書換え
が、１から０への書換えおよび１を保つ書換えだけがで
あるときだけ、物理セクタに記憶されたデータを消去す
ることなくデータを書込むこと、いわゆる上書きを行う
ことができる。ビットの書換えに０から１への書換えが
含まれるとき、上書きができないので、後述する再書込
み処理を行う。

【００６７】各ブロックの全物理セクタのうち、先頭の
物理セクタは、後述する管理タグデータを記憶するため
に用いられる。また、全ブロックのうちの少なくとも１
つのブロックが、後述の予備状態ブロックとして用いら
れ、予備状態のブロック以外の残余のブロックが、通常
状態のブロックとしてデータの記憶に用いられる。

【００６８】全物理セクタから構成される物理セクタ空
間Ｚａは、ブロックＢ１〜Ｂ３２が一列に順次並べら
れ、かつ各ブロックＢ１〜Ｂ３２内で全物理セクタＳＡ
１〜ＳＡ３１がブロックＢ１〜Ｂ３２の並びと同じ方向
に一列に並べられた構造を有する。以後、物理セクタ空
間Ｚａで先頭のブロックからｎ番目のブロックを、第ｎ
ブロックＢｎと称する。また、ブロック内で先頭の物理
セクタを０番目として、０番目の物理セクタからｎ番目
の物理セクタを第ｎ物理セクタＳＡｎと称する。ｎは任
意の整数である。この物理セクタ空間Ｚａには、先頭か
らたとえば１バイト毎に、物理セクタ空間内の位置を表
す物理アドレスが付される。この物理アドレスは、一般
的なメモリにおけるアドレスと同じものである。図面で
は、物理セクタ空間Ｚａを、ブロックＢ１〜Ｂ３２が行
列状に並べ、かつブロックＢ１〜Ｂ３２毎に物理セクタ
ＳＡ１〜ＳＡ３１を一列に配置して表す。また図３で
は、ブロックの数を８個に簡略化して表す。

【００６９】フラッシュメモリ３は、予め定める数の仮
想的な論理セクタから構成される論理セクタ空間Ｚｂを
有する。この論理セクタ空間は仮想的な空間であって、
全論理セクタが後述の論理セクタ番号の順に順次並べら
れて構成された空間として仮想される。各論理セクタも
仮想的なセクタであり、その大きさは単一の物理セクタ
と等しい。論理セクタの数は、たとえば９６０個であ
る。この数は、通常状態の全てのブロックの数と、単一
ブロックの全セクタのうちで先頭の物理セクタを除く残
余の物理セクタの数との積よりも１少ない数である。

【００７０】各論理セクタは、通常状態の全ブロックの
セクタの中で第０物理セクタＳＡ０を除く残余の物理セ
クタと、１対１で対応する。すなわち、或る論理セクタ
に仮想的に記憶されるデータとは、その論理セクタに対
応する物理セクタに記憶されたデータを指す。論理セク
タの数は前記積よりも１少ないので、前記残余の物理セ
クタのうちの１つが、論理セクタに対応付けられない管
理外物理セクタになる。ゆえにこの論理セクタ空間Ｚｂ
は、前記残余の物理セクタのうちで管理外物理セクタを
除く物理セクタを、各物理セクタに対応づけられた論理
セクタ番号の順に仮想的に並べて構成されたセクタ空間
と等しい。論理セクタ空間Ｚｂのうちで先頭の論理セク
タには、後述のファイル管理データが記憶される。

【００７１】この論理セクタ空間Ｚｂには、先頭の論理
セクタの先端からたとえば１バイト毎に、論理セクタ空
間内の位置を表す論理アドレスが付加される。前述の電
子機器８は、この論理アドレスを、従来技術のメモリの
アドレスと同様に指定することができる。また、論理セ
クタ空間内の各論理セクタには、論理セクタ空間のうち
で先頭の論理セクタから、予め定める論理セクタ番号が
付される。この論理セクタ番号は、論理セクタの並べ順
と同じ順で連続した数値の番号であり、各論理セクタ毎
に固定される。以後、論理セクタ空間の先頭の論理セク
タを０番目として、０番目の論理セクタからｎ番目の論
理セクタを、第ｎ論理セクタＳＢｎと称する。

【００７２】物理セクタ空間Ｚａと論理セクタ空間Ｚｂ
との対応関係を以下に説明する。処理対象の対象ファイ
ルは８つのデータから構成され、各データが、第ｉ論理
セクタ〜第（ｉ＋７）論理セクタに仮想的に記憶されて
いるものと仮定する。これら論理セクタから、対象ファ
イルのデータを仮想的に記憶する論理セクタ群が構成さ
れる。第０論理セクタは、第１ブロックＢ１の第４物理
セクタＳＡ４に対応付けられる。第ｉ論理セクタＳＢｉ
は、第１ブロックＢ１の第２物理セクタＳＡ２に対応付
けられる。第（ｉ＋２）〜第（ｉ＋４）論理セクタＳＢ
（ｉ＋２）〜ＳＢ（ｉ＋４）は、第３ブロックＢ３の第
１物理セクタＳＡ１、第５ブロックＢ５の第１物理セク
タＳＡ１、第７ブロックＢ７の第１物理セクタＳＡ１に
対応付けられる。第（ｉ＋７）論理セクタＳＢ（ｉ＋
７）は、第４ブロックＢ４の第２物理セクタＳＡ２に対
応づけられる。このように、論理セクタ空間内で連続し
た論理セクタに対応付けられた物理セクタは、物理セク
タ空間内で点在する。

【００７３】管理タグデータについて、表１を参照し
て、以下に説明する。表１は、管理タグデータの詳細な
構成を表す。管理タグデータは、ブロック毎に備えら
れ、そのブロックと該ブロックに含まれる物理セクタと
の使用状態を表す。管理タグデータは、単一のブロック
タグと、ブロック内のセクタの数よりも１少ない数のセ
クタタグとを含む。

【００７４】

【表１】

【００７５】ブロックタグは、管理タグデータを含むブ
ロックの使用状態を表すデータであり、マジックナンバ
ーと消去回数と使用フラグとを含む。ブロックタグに
は、さらに８バイトの予約領域があり、上述のデータ以
外の他のデータを書込むことができる。或る管理タグデ
ータを含むブロックを、その管理タグデータの被管理ブ
ロックと称する。

【００７６】マジックナンバーは、フラッシュメモリ３
がフォーマットされているか否かを表す。また、後述す
るように、被管理ブロックがデータの消去によって初期
状態に戻されたか否かを表す。具体的には、マジックナ
ンバーは２バイトのデータであり、被管理ブロックが初
期状態に戻されているとき、１６進数の数値であるコー
ド「Ａ００Ａ」が書込まれる。以後、「」で表す数字お
よび文字は、１６進数の数値を表す。またがフォーマッ
トされていないとき、または被管理ブロックのデータの
消去処理の途中で処理が中断したとき、「Ａ００Ａ」が
書込まれない。

【００７７】消去回数は、被管理ブロックに記憶された
データを消去した回数を表す。この消去回数は、フラッ
シュメモリ３がフォーマットされた直後の初期値は０回
であり、データの消去処理が行われるたびに、中央処理
装置４の計数部３９によって、過去の消去回数データに
１加算して更新される。たとえば消去回数は、４バイト
のデータであり、最大約４２億回まで表すことができ
る。

【００７８】使用フラグは、被管理ブロックの使用状態
を表す。被管理ブロックの使用状態は、通常状態、予備
状態、欠陥状態のいずれかである。通常状態の被管理ブ
ロックは、データの記憶に用いられる。予備状態の被管
理ブロックは、データが記憶されず、後述する交換処理
およびレベリング処理に用いられる。予備状態の被管理
ブロックを予備ブロックを称することがある。欠陥状態
の被管理ブロックは、データの消去処理を行ったときに
エラーが発生したブロックであり、データの記憶に用い
られない。また使用フラグは、被管理ブロックのデータ
の消去処理の途中に、電力供給が遮断されたか否かも表
す。使用フラグは、具体的には、１バイトのフラグＦ１
Ａ，Ｆ１Ｂを組合わせて構成され、表す状態と１６進数
のコードの組合わせとが、表２に表すように対応付けら
れる。

【００７９】

【表２】

【００８０】上述の表で、すなわち、フラグＦ１Ａ，Ｆ
１Ｂが共にコード「ＦＦ」であるとき、消去処理中に電
力供給が遮断されたことを表す。フラグＦ１Ａがコード
「ＡＡ」であってかつＦ１Ｂがコード「ＦＦ」であると
き、被管理ブロックの使用状態が予備状態であることを
表す。フラグＦ１Ｂがコード「ＡＡ」であるとき、フラ
グＦ１Ａのコードに拘わらず、通常状態であることを表
す。フラグＦ１Ｂがコード「００」であるとき、フラグ
Ｆ１Ａのコードに拘わらず、欠陥状態であることを表
す。この使用フラグのコードは、ブロックが初期状態に
戻されたとき、「ＦＦ」に戻る。また使用フラグは、初
期状態から予備状態に、上書きによって書換えることが
できる。同様に、予備状態、通常状態、および欠陥状態
の順で、上書きによって順次書換えることができる。

【００８１】セクタタグは、被管理ブロック内の第１物
理セクタ〜第３１セクタまでの各物理セクタ毎に備えら
れ、各セクタの使用状態を表す。セクタタグによって使
用状態が表される物理セクタを、そのセクタタグの被管
理物理セクタと称する。セクタタグは、世代フラグと識
別フラグと論理セクタ番号とを含む。またセクタタグ
は、さらに１０バイトの予約領域を含み、上述のフラグ
およびデータ以外の他のデータを書込むことができる。
セクタタグは、請求項の対応データに当たる。

【００８２】世代フラグは、論理セクタのバージョン、
すなわち被管理物理セクタに記憶されたデータに対して
再書換え処理が行われた回数を表す。世代フラグは、た
とえば１バイトのデータであり、後述の再書換え処理を
行うたびに１が加算されて更新される。論理セクタ番号
は、たとえば２バイトのデータであり、そのセクタタグ
の被管理物理セクタに対応する論理セクタに付された論
理セクタ番号を表す。

【００８３】識別フラグは、被管理物理セクタの使用状
態を表す。被管理物理セクタは、未使用状態、書込み中
状態、有効状態、無効状態、欠陥状態のいずれかの状態
で用いられる。未使用状態であるとき、被管理物理セク
タにはデータが記憶されていない。書込み中状態である
とき、書込み制御部３３または転送制御部３７，４３に
よって、被管理物理セクタにデータが書込まれている最
中である。有効状態であるとき、被管理物理セクタにデ
ータが記憶され、かつそのデータの消去が禁止される。
無効状態であるとき、被管理物理セクタにデータが記憶
され、かつそのデータの消去が許可される。欠陥状態で
ある物理セクタは、データの書込み処理を行ったときに
エラーが発生した物理セクタであり、データの記憶に用
いられない。

【００８４】識別フラグは、具体的には、１バイトのフ
ラグＦ２Ａ，Ｆ２Ｂ，Ｆ２Ｃを組合わせて構成され、表
すべき状態と１６進数のコードの組合わせとが、表３に
表すように対応付けられる。以下の表で、「？？」は、
使用フラグとして書込まれたコードがどのような値であ
ってもよいことを表す。この識別フラグは、初期状態で
は、未使用状態を表す。また、識別フラグは、未使用状
態から書込み中状態に、上書きによって書換えることが
できる。同様に、書込み中状態、有効状態、無効状態、
および欠陥状態の順で、上書きによって順次書換えるこ
とができる。

【００８５】

【表３】

【００８６】ファイル管理データを、表４を参照して、
詳細に説明する。ファイル管理データは、予め定める数
のファイルタグを含む。この数は、たとえば６４個であ
る。各ファイルタグは、フラッシュメモリ３のファイル
を管理するためのデータを表し、単一のファイルタグは
単一のファイルに対応付けられる。ファイルは、ハード
ディスクのパーティションに相当するものであり、フラ
ッシュメモリのメモリエリアを予め領域確保して分割し
たものである。このファイルには、最大のデータ量が物
理セクタの大きさと同じデータ量であるデータの集合体
であるデータ群が記憶させる。ファイルタグは、削除フ
ラグ、ファイル識別番号、開始および終了論理セクタ番
号、書込み開始フラグ、および書込み終了フラグとを含
む。或るファイルタグによって管理されるファイルを、
そのファイルタグの被管理ファイルと称する。

【００８７】

【表４】

【００８８】削除フラグは、ファイルタグの使用状態を
表す。具体的には、削除フラグは１バイトのデータであ
る。削除フラグのコードがコード「ＦＦ」であるとき、
ファイルに対応付けられておらず使用状態が記憶されて
いない未使用状態であることを表す。コード「Ｆ０」で
あるとき、被管理ファイルの使用状態を記憶した使用中
状態を表す。コード「００」であるとき、このファイル
タグのデータの消去が許可された削除状態であることを
表す。削除フラグは、未使用状態、使用中状態、および
削除状態の順で、上書きによって順次書換えることがで
きる。

【００８９】ファイル識別番号は、被管理ファイルを識
別するための番号であって、被管理ファイルの供給元で
ある電子機器８によって決定される。具体的には、ファ
イル識別番号として、１バイトのデータであり１以上２
５５以下の１０進数の数値が記憶される。開始および終
了論理セクタ番号は、被管理ファイルが、論理セクタ空
間のどこに記憶されているかを表すために記憶される。
具体的には、開始論理セクタ番号は、論理セクタ空間内
で被管理ファイルのデータを記憶する複数の論理セクタ
のうちで論理セクタ番号が最も小さい先頭の論理セクタ
に付された論理セクタ番号である。終了論理セクタ番号
は、論理セクタ空間内で被管理ファイルのデータを記憶
する複数の論理セクタのうちで論理セクタ番号が最も大
きい終端の論理セクタに付された論理セクタ番号であ
る。

【００９０】書込み開始フラグと書込み終了フラグと
は、被管理ファイルを書直す間に電力供給が遮断された
か否かを判定するために設けられる。両フラグに書込ま
れるコードは、「ＦＦ」，「ＦＥ」，「ＦＣ」，「Ｆ
８」，「Ｆ０」，「Ｅ０」，「Ｃ０」，「８０」，「０
０」であり、これらコードは、上述の順で、順次上書き
によって書換えることができる。書込み開始フラグは、
被管理ファイルの書込み処理を行う前に、該フラグの全
ビットのうちで値が1であるビットの中で桁が最下のビ
ットの１つが１から０に書換えられるように、上書きに
よって書換えられる。書込み終了フラグは、被管理ファ
イルの書込みおよび書直し処理が終了した後に、書込み
開始フラグと同様に、上書きによって書換えられる。両
フラグが「００」になると、それ以上上書きによる書換
えができないので、後述のようにファイルタグ自体を再
書換えする。以後、ファイル管理データ内の先頭のファ
イルタグを０番目として、０番目のファイルタグからｎ
番目のファイルタグを、第ｎファイルタグと称する。

【００９１】以下に、記憶装置１にファイルを作成する
初期化処理を簡単に説明する。まず、フラッシュメモリ
１の全ブロックのデータを消去して初期化し、管理タグ
データを作成して記憶させる。次いで、各ファイルの領
域確保を行う。具体的には、ファイル識別番号とサイズ
とを指定して、そのファイルタグを作成し、セクタタグ
に必要なデータを記述する。領域確保をしただけの状態
では、ファイルタグには、「ＦＦ」が書かれていると考
えられるので、各種のデータを上書きによって書き込む
ことができる。またフラグを上書きによって変更するこ
とができる。またそのファイルの先頭からのアドレスの
オフセットを表すオフセットアドレスとそのサイズとを
指定して書き込む。これによって、記憶装置１にファイ
ルが作成される。このファイルは、たとえば記憶装置１
を使用し始めたときに、予め定める数だけ一括して作成
される。

【００９２】以下に、記憶装置１のデータの書込み処理
を説明する。 まず、記憶装置１にデータを新たに記憶させる場合の書
込み処理を概略的に説明する。電子機器８は、新たなデ
ータを、システムバス７を介して中央制御装置４に与え
る。このデータは、メモリ６に一時的に記憶される。さ
らに電子機器８は、制御データとして、そのデータを記
憶すべきファイルのファイル識別番号と、そのファイル
が使用することができるサイズとを指定する。この時点
で記憶装置１には初期化処理が行われていて、ファイル
管理データ内にファイルタグが記憶されている。

【００９３】記憶装置１は、その対応するファイルのフ
ァイルタグ内の書込み開始フラグを「ＦＦ」から「Ｆ
Ｅ」に上書きによって書換え、データ記憶処理を開始す
る。データ記憶処理では、指定されたオフセットアドレ
スとさいずとから、該当する論理セクタとその論理セク
タの先頭からのオフセットアドレスとを計算し、論理セ
クタに仮想的に記憶させるべきファイルのデータを、該
論理セクタに対応付けた物理セクタに書込む。全ての論
理セクタについで上述の一連の動作が終了すると、デー
タの書込み処理が終了したものとして、最後に、書換え
終了フラグを「ＦＦ」から「ＦＥ」に上書きによって書
換える。これによって、フラッシュメモリ３のファイル
が書換えられる。

【００９４】次いで、フラッシュメモリ３に記憶された
データを書換える場合のファイル管理データの推移を、
図４〜図７を用いて、以下に概略的に説明する。図４〜
図７は、ファイル管理データの記憶内容を表す模式図で
ある。

【００９５】まず、ファイル管理データが図４の記憶内
容である状態から、ファイル識別番号が２であるファイ
ルを処理対象の対象ファイルとして、データを書換える
第１の例を説明する。第１の例のデータの書換え前の時
点では、フラッシュメモリ３には既に複数のファイルが
記憶され、ファイル管理データの記憶内容が図４に表す
内容であるとする。図４の記憶内容は、第１ファイルタ
グのファイル識別番号が２であってかつ使用中状態であ
り、その書込み開始フラグと書込み終了フラグとのコー
ドは共に「８０」である。また、第６３ファイルタグが
未使用状態である。未使用状態のファイルタグの全ビッ
トは１であるので、その書込み開始フラグと書込み終了
フラグとのコードは、共に「ＦＦ」である。また、未使
用状態のファイルタグには、ファイル識別信号とおよび
開始および終了論理セクタ番号とを、上書きによって新
たに書込むことができる。

【００９６】データを書換える場合、電子機器８は、フ
ラッシュメモリ３に記憶されたデータに置換えて記憶す
べき新たなデータを、システムバス７を介して記憶装置
１に与える。この新たなデータは、メモリ６に一時的に
記憶される。さらに電子機器８は、制御データとして、
書換え対象のデータを含む対象ファイルのファイル識別
番号と、論理セクタ空間内で書換え対象のデータが記憶
された位置の先頭を表す読出し開始論理アドレスと、書
換え対象のデータのデータ量とを、中央制御装置３に与
える。対象ファイルのファイル識別番号が２番であると
仮定して、以後の処理を説明する。

【００９７】ファイル管理部２１は、まず、全物理セク
タのうちから、第０論理セクタに対応付けられた物理セ
クタを検索する。次いで、検索された前記物理セクタか
らファイル管理データを読出し、そのファイル管理デー
タ内の全ファイルタグのうちから、対象ファイルのファ
イルタグとして、ファイル識別番号が電子機器８によっ
て指定された番号であってかつ使用中状態のファイルタ
グを検索する。第１の例では、第１ファイルタグが検索
される。

【００９８】次いで、ファイル管理部２１は、書込み開
始フラグのコードが上書きによってさらに更新すること
ができるか否かを判定する。第１の例では書込み開始フ
ラグは「８０」であるので、上書きによって更新するこ
とができる。ゆえに、開始フラグ更新部２２は、書込み
開始フラグのコードを上書きによって書換えて更新す
る。第１の例では、書込み開始フラグのコードは、「８
０」から「００」に書換えられる。

【００９９】次いで、位置決定部４１は、電子機器８か
ら与えられた制御データに基づいて、論理セクタ空間の
うちで、書換え対象のデータが記憶された論理セクタを
決定する。また、各論理セクタに対応する物理セクタ毎
に、その物理セクタ内で、データの読出しを開始／終了
する位置を表すアドレスを決定する。続いて、データ記
憶処理によって、フラッシュメモリ３に記憶された書換
え元のデータを、電子機器８から与えられた新たなデー
タに書換える。データ記憶処理終了後、終了フラグ更新
部２３は、書込み終了フラグのコードを上書きによって
書換えて更新する。第１の例では、書込み終了フラグの
コードは、「８０」から「００」に書換えられて更新さ
れる。ゆえに、書込み開始フラグと書込み終了フラグと
のコードが一致する。フラグ更新後、データの書込み処
理を終了する。

【０１００】この一連の処理終了後、ファイル管理デー
タの記憶内容は、図４の記憶内容から図５の記憶内容に
書換えられている。図５の記憶内容は、第１ファイルタ
グの書込み開始フラグと書換え終了フラグとのコードが
共に「００」である点が異なり、他は図４の記憶内容と
等しい。

【０１０１】次いで、ファイル管理データが図５の記憶
内容である状態からファイル識別番号が２であるファイ
ルのデータをさらに書換える第２の例の書込み処理を以
下に説明する。

【０１０２】電子機器８は、第１の例と同様に、新たな
データと制御データとを、記憶装置１に与える。ファイ
ル管理部２１は、第１の例と同様に、第１ファイルタグ
を検索する。このとき、書込み開始フラグのコードが
「００」であるので、この書込み開始フラグと書込み終
了フラグとを、上書きによって書換えることができな
い。ゆえに、書込み開始フラグと書込み終了フラグとを
コード「ＦＦ」に戻す必要がある。

【０１０３】このためにファイル管理部２１は、まず、
ファイル管理データの全ファイルタグのうちから、削除
フラグが未使用状態を表すファイルタグを検索する。第
２の例では、第６３ファイルタグが検索される。次い
で、第６３ファイルタグの削除フラグを、上書きによっ
て、使用中状態に書換える。さらに、このファイルタグ
に、第１ファイルタグに記憶されたファイル識別番号な
らびに開始および終了論理セクタ番号を、上書きによっ
て書込む。さらに、第１ファイルタグの削除フラグを、
上書きによって削除状態に書換える。これによって、対
象ファイルのファイルタグは、第１ファイルタグから、
第６３ファイルタグに変更される。ゆえに、ファイル管
理データの記憶内容は、図５の記憶内容から図６の記憶
内容に変更される。

【０１０４】図６の記憶内容は、第１ファイルタグの削
除フラグが削除状態に書換えられた点と、第６３ファイ
ルタグのファイル識別番号ならびに開始および終了論理
セクタ番号が、第１ファイルタグのファイル識別番号な
らびに開始および終了論理セクタ番号と同じ値に書換え
られる点とが異なり、他は図５の記憶内容と等しい。第
６３ファイルタグの書込み開始フラグと書込み終了フラ
グとのコードは、「ＦＦ」である。ゆえに、上述の一連
の処理は、対象ファイルのファイルタグの書込み開始フ
ラグと書込み終了フラグとを、初期状態に戻したことと
等しい。

【０１０５】次いで、ファイル管理部２１は、第６３フ
ァイルタグの書込み開始フラグを更新し、データを仮想
的に記憶する論理セクタを決定してデータ記憶処理を行
い、最後に第６３ファイルタグの書込み終了フラグを更
新する。書込み終了フラグの書換え後、書込み処理を終
了する。この時点では、第６３ファイルタグの書込み開
始フラグと書込み終了フラグとのコードは共に「ＦＥ」
である。ゆえに、これ以後、再び両フラグのコードが
「００」になるまで、第１の例と同じ処理動作によっ
て、データの書換えを行うことができる。

【０１０６】次いで、対象ファイルのファイルタグの書
込み開始フラグと書込み終了フラグとが「００」であっ
てかつファイル管理データ内に未使用状態のファイルタ
グがない場合の第３の例の書込み処理を、以下に説明す
る。以下の説明では、たとえば、第２の例の書換え処理
以後、ファイル識別番号が２であるファイルに対して複
数回の書換え動作をさらに行い、書込み開始フラグと書
込み終了フラグとが共に「００」になった時点から、第
３の例の書込み処理として、そのファイル識別番号が２
であるファイルのデータを更に書換えるものとする。

【０１０７】電子機器８は、第１の例と同様に、新たな
データと制御データとを、記憶装置１に与える。ファイ
ル管理部２１は、第１の例と同様に、対象ファイルのフ
ァイルタグを検索する。このとき、第２ファイルタグは
削除状態なので検索されず、代わりに第６３ファイルタ
グが検索される。すなわち、ファイルタグが削除状態で
あるとき、そのファイルタグと被管理ファイルとの対応
付けが解除され、かつファイルタグのデータの読出しが
禁止される。第６３ファイルタグの書込み開始フラグの
コードは「００」であるので、ファイル管理部２１は、
第２の例と同様に、ファイル管理データの全ファイルタ
グのうちから未使用状態のファイルタグを検索する。こ
の場合では、ファイル管理データ内に未使用状態のファ
イルタグがない。

【０１０８】このためにファイル管理部２１は、物理セ
クタ空間のうちで、通常状態のブロックに含まれかつ未
使用状態である物理セクタを検索する。この物理セクタ
に、ファイル管理データの全ファイルタグのうちで、使
用中状態のファイルタグのデータだけを上書きによって
書込み、さらに元の物理セクタのセクタタグの識別フラ
グを、上書きによって無効状態に書換える。これによっ
て、第０論理セクタに対応する物理セクタが変更され
る。また、ファイル管理データの記憶内容は、図７の記
憶内容に書換えられる。

【０１０９】図７の記憶内容は、第３の例の書換え処理
を開始した時点のファイル管理データと比較して、第２
ファイルタグ内のデータがすべて消去されて第２ファイ
ルタグが未使用状態である点だけが異なり、他は等し
い。すなわち、この記憶内容は、上述の場合の書換え処
理を開始した時点の記憶内容から、ファイル管理データ
内で削除状態だったファイルタグのデータだけを削除
し、他のファイルタグのデータがそのまま保持された内
容と等しい。

【０１１０】ファイル管理部２１は、この状態から未使
用状態のファイルタグを再度検索する。この場合、第２
ファイルタグが未使用状態なので、以後、第２の例の処
理と同様に処理を行うことができる。

【０１１１】図８は、データの書込み処理の主制御動作
を説明するためのフローチャートである。

【０１１２】まず、上述の新たなファイルを書込む場合
と、上述の第１の例の書込み処理を行う場合との主制御
動作を説明する。電子機器８は、中央制御装置３に、前
記新たなデータと前記制御データとを与える。この状態
から、ステップａ１からステップａ２に進む。

【０１１３】ステップａ２では、中央制御装置４のファ
イル管理部２１は、まず、全物理セクタのうちから、第
０論理セクタに対応付けられた物理セクタを検索する。
この検索は、具体的には、まず、全ブロックの管理タグ
データを順次読出し、その管理タグデータ内の全セクタ
タグのうちで、論理セクタ番号として０が記憶されかつ
識別フラグが有効状態を表すセクタタグを検索する。こ
のように検索されたセクタタグの被管理物理セクタが、
第０論理セクタに対応付けられた物理セクタである。

【０１１４】次いで、ファイル管理部２１は、検索され
た物理セクタからファイル管理データを読出し、そのフ
ァイル管理データ内の全ファイルタグのうちから、対象
ファイルのファイルタグを検索する。具体的には、全フ
ァイルタグ内で、電子機器８によって指定されたファイ
ル識別番号が記憶され、かつ削除フラグが使用中状態を
表すファイルタグを検索する。

【０１１５】ステップａ３では、ファイル管理部２１
は、ステップａ２の検索によって、対象ファイルのファ
イルタグが検索されたか否かを判定する。検索されない
とき、その対象ファイルは未だフラッシュメモリ３に定
義されていない新規のファイルであると判断され、書込
処理においてエラーになる。ゆえにステップａ３からス
テップａ４に進み、エラーであることを示すエラー表示
を行って、そのままステップａ１７で処理を終了する。
ファイルタグが検索されたとき、その対象ファイルは既
にフラッシュメモリ３に定義されていると判断される。
このとき、ステップａ３から直接ステップａ５に進む。

【０１１６】ステップａ５では、ファイル管理部２１
は、書込み開始フラグのコードが「００」であるか否か
を判定する。書込み開始フラグのコードが「００」でな
ければ、コードを上書きによって書換えることができる
ので、そのままステップａ６に進む。ステップａ６で
は、開始フラグ更新部２２が、書込み開始フラグのコー
ドを上書きによって書換えて更新する。具体的には、書
込み開始フラグを構成する２バイトのデータのうちで、
ビットの値が１であるビットの中で桁が最小である１つ
のビットを１から０に書変える。これによって、書込み
開始フラグのコードは書込み終了フラグのコードより
も、前述の順序の中で１段進んだコードになる。

【０１１７】次いで、ステップａ７で、位置決定部４１
が、電子機器８から与えられた制御データに基づいて、
論理セクタ空間のうちで、処理対象の論理セクタを決定
する。また、各論理セクタに対応する物理セクタ毎に、
その物理セクタ内で、データの読出しを開始／終了する
位置を表すアドレスを決定する。ステップａ８では、デ
ータの記憶処理を行う。ステップａ７，ａ８の詳細な動
作は後述する。記憶処理終了後、ステップａ９で、記憶
処理が正常に終了したが否かが判定される。正常終了し
たとき、ステップａ１０に進む。正常終了していないと
き、ステップａ１１で各種のエラー処理を行い、ステッ
プａ１７で書込み処理を終了する。

【０１１８】ステップａ１０では、で、終了フラグ更新
部２３が、書込み開始フラグと同様に、書込み終了フラ
グのコードを上書きによって書換えて更新する。ゆえ
に、書込み開始フラグと書込み終了フラグとのコードが
一致する。フラグ更新後、ステップａ１７で書込み処理
を終了する。

【０１１９】次いで、上述した第２の例の書込み処理を
行う場合の主制御動作を説明する。この場合の主制御動
作は第１の例の書込み処理を行う場合の主制御動作と類
似し、同一の動作の詳細な説明は省略する。

【０１２０】電子機器８は、第１の場合と同様に、前記
新たなデータと書換え処理の前記制御データとを、記憶
装置１に与える。ステップａ２からステップａ４までの
処理動作は、第１の例と等しい。第２の例では、書込み
開始フラグのコードが「００」であるので、ステップａ
５からステップａ１２に進む。ファイル管理部２１は、
書込み開始フラグと書込み終了フラグとを、コード「Ｆ
Ｆ」に戻すために、ステップａ１２〜ａ１６でファイル
タグの書直し処理を行う。

【０１２１】ステップａ１２では、ファイル管理部２１
は、ファイル管理データの全ファイルタグのうちから、
削除フラグが未使用状態を表すファイルタグを検索し、
そのファイルタグが検索できたか否かを判定する。ファ
イル管理データ内に未使用状態のファイルタグが複数含
まれる場合、それらファイルタグのうちで最初に検索さ
れたファイルタグを用いる。ファイルタグが検索された
場合は、ステップａ１２からステップａ１３に進む。

【０１２２】ステップａ１３では、ファイル管理部２１
は、ステップａ１２で検索されたファイルタグの削除フ
ラグを、上書きによって、使用中状態に書換える。さら
に、このファイルタグに、対象ファイルのファイルタグ
に記憶されたファイル識別番号と開始および終了論理セ
クタ番号とを、上書きによって書込む。このとき、書込
み開始フラグと書込み終了フラグとは、初期値である
「ＦＦ」に保たれる。さらにステップａ１４で、ファイ
ル管理部２１は、ステップａ２で検索された対象ファイ
ルのファイルタグの削除フラグを、上書きによって、削
除状態に書換える。これによって、対象ファイルのファ
イルタグは、ステップａ２で検索されたファイルタグか
ら、ステップａ１２で検索されたファイルタグに変更さ
れる。

【０１２３】ゆえに、ステップａ１２〜ａ１４の処理に
よって、対象ファイルのファイルタグのうちで書込み開
始フラグと書込み終了フラグとが初期状態に戻されたこ
とになる。このとき、ステップａ１２〜ａ１４のファイ
ルタグの書直し処理では、データの消去処理を行わな
い。ゆえに、ファイル管理データを実際に記憶した物理
セクタのデータの消去回数を増加させることなく、対象
ファイルのファイルタグの書込み開始フラグと書込み終
了フラグとを初期状態に戻すことができる。

【０１２４】ファイル管理部２１は、ステップａ１４の
処理終了後、ステップａ６〜ａ１１の処理を行い、デー
タを書換える。このときファイル管理部２１は、対象フ
ァイルのファイルタグとして、ファイル識別番号が電子
機器８から指定された番号であって削除フラグが使用中
状態を表すファイルタグを用いる。すなわち、ステップ
ａ１２〜ａ１４で新規に作成されたファイルタグが用い
られ、ステップａ２で検索されたファイルタグは処理対
象にならない。ゆえに、ステップａ６，ａ１０では、書
込み開始フラグおよび書込み終了フラグを、上書きによ
って書換えることができる。書込み終了フラグの書換え
後、ステップａ１７で当該フローチャートの処理動作を
終了する。

【０１２５】次いで、上述の第３の例の書込み処理を行
う場合の主制御動作を説明する。この場合の主制御動作
は第１および第２の例の主制御動作と類似し、同一の動
作の詳細な説明は省略する。

【０１２６】電子機器８は、第１の場合と同様に、新た
なデータと書換え処理の制御データとを、記憶装置１に
与える。ステップａ２からステップａ５までの処理動作
は、第２の例と等しい。ステップａ１２では、ファイル
管理データ内に未使用状態のファイルタグがないので、
ファイルタグが検索されない。このとき、ステップａ１
２からステップａ１８に進む。

【０１２７】ステップａ１８では、ファイル内に未使用
セクタがあるか否かを判定する。未使用セクタがあると
きステップａ１５に進み、未使用セクタがないとき、ス
テップｂ１９でブロックの交換処理を行い、未使用セク
タをつくる。ブロックの交換処理の詳細は後述する。交
換処理後、ステップａ１５に進む。

【０１２８】ステップａ１５では、ファイル管理部２１
は、まず、物理セクタ空間のうちで、通常状態のブロッ
クに含まれかつ未使用状態である物理セクタを検索す
る。この検索は、具体的には、まず、各ブロックの管理
タグデータを参照して、使用フラグが通常ブロックであ
るブロックタグを検索する。次いで、検索されたブロッ
クタグと同じ管理タグデータ内の全セクタタグのうちか
ら、識別フラグが未使用状態を表すセクタタグを検索す
る。このセクタタグの被管理物理セクタが、通常状態の
ブロックに含まれ、かつ未使用状態である所望の物理セ
クタである。物理セクタ空間内に複数の所望の物理セク
タが含まれるとき、最初に検索された物理セクタを用い
る。

【０１２９】次いで、ファイル管理部２１は、検索され
た所望の物理セクタに、ファイル管理データの全ファイ
ルタグのうちで、使用中状態であるファイルタグのデー
タだけを、上書きによって書込む。このとき、所望の物
理セクタの中で、元の物理セクタ内でその物理セクタの
先頭から各データが記憶された位置までのアドレスと同
じアドレスで表す位置に、各データが書込まれる。ゆえ
に、物理セクタの先端を基準として各データが記憶され
る位置を表す相対アドレスは、所望の物理セクタと元の
物理セクタとで等しい。このように、相対アドレスを保
つことによって、この書込み処理時に、相対アドレスを
新たに算出して決定するような処理が必要とされないの
で、処理を簡略化することができる。さらに、ファイル
管理部２１は、所望の物理セクタのセクタタグを書換え
る。具体的には、この物理セクタのセクタタグの論理セ
クタ番号として０を上書きによって書込み、さらに識別
フラグを有効状態に上書きによって書換える。

【０１３０】次いで、ファイル管理部２１は、ステップ
ａ１６で、ステップａ２で検索された物理セクタのセク
タタグの識別フラグを、上書きによって、無効状態を表
すコードに書換える。

【０１３１】これによって、第０論理セクタに対応する
物理セクタは、ステップａ２で検索された物理セクタか
ら、ステップａ１５で検索された所望の物理セクタに変
更される。ゆえに、所望の物理セクタに記憶されたデー
タが、ファイル管理データとして以後の処理に用いられ
る。したがって、ステップａ１５，ａ１６の処理によっ
て、削除状態のファイルタグだけを初期化して、未使用
状態に戻すことができる。

【０１３２】ファイル管理部２１は、ステップａ１６の
処理終了後、ステップａ１２に戻り、未使用状態のファ
イルタグを検索する。ファイル管理データには、ステッ
プａ１５，１６の処理によって未使用状態のファイルタ
グが必ず含まれているので、以後、第２の例の処理と同
様に、ステップａ１３，ａ１４，ａ６〜ａ１１の順で、
処理を行うことができる。書込み終了フラグの書換え
後、ステップａ１７で書込み処理を終了する。

【０１３３】このように、ファイル管理データの記憶内
容に応じて、第１〜第３の例の主制御動作を行うことに
よって、ファイルタグによって各ファイルのデータの書
換え状態を管理しつつ、データの書込み動作を行うこと
ができる。

【０１３４】ファイル管理データは、フラッシュメモリ
３内に記憶される。ゆえに、記憶装置１への電力供給が
遮断された場合にも、その記憶内容を保つことができ
る。したがって、ファイル管理データの保持のためだけ
に記憶装置１に電力を供給する必要がない。ゆえに、本
発明の記憶装置１は、このファイル管理データをランダ
ムアクセスメモリに記憶させる場合と比較して、消費電
力を減少させることができる。

【０１３５】また、ファイル管理データは、表４で表す
ような構造のデータである。ゆえに、上述の書込み動作
のうちでファイル管理データの書換え時に、第３の例の
ステップａ１９で１回だけデータの消去処理を行い、他
のときはすべて上書きによってデータを書換える。した
がって、上述のファイル管理データを用いてファイルの
管理を行う場合、データの消去回数をほとんど増加させ
ることなく、必要なデータの書換えを行うことができ
る。したがって、フラッシュメモリ３の寿命を延ばすこ
とができる。

【０１３６】主制御動作のうちでステップａ８のデータ
の記憶処理を、以下に説明する。 まず、図９〜図１７の例を用いて、記憶処理を概略的に
説明する。この説明では、説明の簡略化のために、物理
セクタ空間Ｚａを、９個の物理セクタＳＡ０〜ＳＡ８か
らそれぞれ構成される第１〜第４ブロックＢ１〜Ｂ４に
よって構成されると仮定する。

【０１３７】記憶処理開始時のフラッシュメモリ３とメ
モリ６との記憶状態を、図９と図１０とに表す。これら
ブロックＢ１〜Ｂ４のうち、記憶処理開始時には、第１
ブロックＢ１が予備ブロックとして用いられる。第１〜
第４ブロックＢ１〜Ｂ４の消去回数は、それぞれ、１０
０回、１００回，１１０回，１０回である。第２ブロッ
クＢ２の第１物理セクタＳＡ１と第３ブロックＢ３の第
２物理セクタＳＡ２とが、未使用状態である。第２ブロ
ックＢ２の第３物理セクタＳＡ３と、第３ブロックＢ３
の第５，第６，第８物理セクタＳＡ５，ＳＡ６，ＳＡ８
とが、無効状態である。第２ブロックＢ２の第２，第４
〜第８物理セクタＳＡ２，ＳＡ４〜ＳＡ８と、第３ブロ
ックＢ３の第１，第３，第４，第７物理セクタＳＡ１，
ＳＡ３，ＳＡ４，ＳＡ７と、第４ブロックＢ４の第１〜
第８物理セクタＳＡ１〜ＳＡ８とが、有効状態である。

【０１３８】有効状態の各物理セクタは、（）を付して
示すアルファベットの語順に、論理セクタ空間Ｚｂの論
理セクタに順次対応づけられる。第２ブロックＢ２の第
２物理セクタＳＡ２は、論理セクタ番号がＡ番である第
Ａ論理セクタに対応付けられる。第３ブロックＢ３の第
１物理セクタＳＡ１は、第Ｂ論理セクタに対応付けられ
る。第４ブロックＢ４の第３物理セクタＳＡ３は、第Ｃ
論理セクタに対応付けられる。論理セクタ番号の［Ａ］
〜［Ｒ］は、たとえば、１００番〜１１７番に相当す
る。

【０１３９】書換え元となる新たなデータＹＡ〜ＹＣ
は、メモリ６に記憶される。データＹＡは、第２ブロッ
クＢ２の第２物理セクタＳＡ２に記憶されたデータのう
ち後半の１２８バイトのデータＸＡをさらに書換えたデ
ータである。データＹＢは、第３ブロックＢ３第１物理
セクタＳＡ１に記憶された全てのデータＸＢをさらに書
換えたデータである。データＹＣは、第４ブロックＢ４
の第３物理セクタＳＡ３に記憶された全てのデータＸＣ
をさらに書換えたデータである。この例では、新たなデ
ータＹＡ〜ＹＣは、元のデータＸＡ〜ＸＣと一致してい
ない。また、上書きによって元のデータＸＡ〜ＸＣを新
たなデータＹＡ〜ＹＣに書換えることはできないと仮定
する。記憶装置１は、新たなデータＹＡ，ＹＢ，ＹＣの
順でデータを書換えるものとする。

【０１４０】図９および図１０の状態から、まず、デー
タＹＡが書換えられる。具体的には、まず、データ一致
判定部３２が、新たなデータＸＡが元のデータＸＡと一
致するか否かを判定する。このとき、データ一致判定部
３２は、第２ブロックの第２物理セクタの後半に記憶さ
れた元のデータＹＡだけを読出し、この元のデータＸＡ
と新たなデータＹＡとを比較する。上述の例では、新た
なデータＹＡは、元のデータＸＡと一致していない。ゆ
えに、次いで、上書き判定部３４が、元のデータＸＡを
上書きすることによって新たなデータＹＡに書換えるこ
とができるか否かを判定する。上述の例では、上書きを
用いた書換えはできない。

【０１４１】次いで、空きセクタ検索部３５が、消去回
数が最小であるブロック内の未使用状態の物理セクタを
検索する。上述の例では、第２ブロックＢ２の第１物理
セクタＳＡ１が検索される。書込み制御部３３は、その
新たなデータＹＡと第２ブロックの第２物理セクタの前
半のデータとを、第２ブロックＢ２の第１物理セクタＳ
Ａ１に書込んで第Ａ論理セクタと対応させ、さらに第２
ブロックＢ２の第２物理セクタＳＡ２を無効状態にし
て、記憶処理を終了する。これによって、新たなデータ
ＹＡの記憶処理後、物理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、
図１１に表す状態になる。図１１の記憶状態は、第Ａ論
理セクタに対応する物理セクタが第２ブロックＢ２の第
２物理セクタＳＡ２から第２ブロックＢ２の第１物理セ
クタＳＡ１に変更され、その記憶内容が変更されている
点が異なり、他は図１０の記憶状態と等しい。

【０１４２】図１１の状態から、データＹＢの書込み処
理が開始される。このとき、新たなデータＹＢは、元の
データＸＢと一致しておらず、また元のデータＸＢに上
書きすることによって、新たなデータＹＢに書換えるこ
とはできないので、データ一致判定部３２と上書き判定
部３４との判定は、共に否定される。ゆえに、次いで空
きセクタ検索部３５によって未使用領域の物理セクタが
検索される。このとき、第３ブロックＢ３の第２物理セ
クタＳＡ２が検索される。書込み制御部３３は、第３ブ
ロックＢ３の第２物理セクタＳＡ２にデータＹＢを書込
み第Ｂ論理セクタを対応させ、第３ブロックＢ３の第１
物理セクタＳＡ１を無効状態にして、記憶処理を終了す
る。この結果、物理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、図１
２で表す状態になる。図１２の記憶状態は、第Ｂ論理セ
クタに対応する物理セクタが第３ブロックＢ３の第１物
理セクタＳＡ１から第３ブロックＢ３の第２物理セクタ
ＳＡ２に変更され、その記憶内容が変更されている点が
異なり、他は図１１の記憶状態と等しい。

【０１４３】図１２の状態から、データＹＣの書込み処
理が開始される。このとき、新たなデータＹＣは元のデ
ータＸＣと一致しておらず、また元のデータＸＣに上書
きすることによって新たなデータＹＣに書換えることは
できないので、データ一致判定部３２と上書き判定部３
４との判定は、共に否定される。ゆえに、次いで空きセ
クタ検索部３５によって未使用領域の物理セクタが検索
される。図１２の記憶状態では、通常状態のブロックの
うちに未使用状態の物理セクタは含まれない。ゆえに、
無効状態の物理セクタを未使用状態にするために、ブロ
ック検索部３６と転送制御部３７と消去制御部３８とに
よってブロックの交換処理が行われる。この交換処理
は、図８のステップａ１９の交換処理と等しい。以下
に、交換処理を概略的に説明する。

【０１４４】まず、ブロック検索部３６が、無効状態ま
たは欠陥状態の物理セクタを含むブロックのうちで消去
回数が最小であるブロックを検索する。図１２の記憶状
態では、第２ブロックＢ２が検索される。次いで、交換
処理用の転送制御部３７は、第１ブロックＢ１を、予備
状態から通常状態に変更する。続いて、転送制御部３７
は、第２ブロックＢ２のうちで有効状態の物理セクタＳ
Ａ１，ＳＡ４〜ＳＡ８に記憶されたデータを、第１ブロ
ックＢ１の同じ位置の物理セクタＳＡ１，ＳＡ４〜ＳＡ
８に書込み、第１ブロックＢ１の物理セクタＳＡ１，Ｓ
Ａ４〜ＳＡ８を論理セクタに対応させる。この結果、物
理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、図１３で表す状態にな
る。図１３の記憶状態は、第Ａ，第Ｄ〜Ｈ論理セクタに
対応する物理セクタが、第２ブロックＢ２の第１，第４
〜第８物理セクタＳＡ１，ＳＡ４〜ＳＡ８から第１ブロ
ックＢ１の第１，第４〜第８物理セクタＳＡ１，ＳＡ４
〜ＳＡ８に変更された点が異なり、他は図１２の記憶状
態と等しい。図１３の記憶状態では、第１ブロックＢ１
の第２および第３物理セクタＳＡ２，ＳＡ３は未使用状
態のままである。

【０１４５】図１３の記憶状態から、まず計数部３９が
第２ブロックＢ２の消去回数をメモリ６に記憶させる。
次いで、交換処理用の消去制御部３８は、第２ブロック
Ｂ２のデータを消去させる。最後に、消去制御部３８
は、メモリ６に記憶された消去回数を計数部３９によっ
て１増加させて更新させ、第２ブロックＢ２の管理タグ
データを再生成して第２ブロックＢ２の第０物理セクタ
ＳＡ０に記憶させ、ブロックの交換処理を終了する。こ
の結果、物理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、図１４で表
す状態になる。図１４の記憶状態では、第２ブロックＢ
２の消去回数が１増加し、第２ブロックＢ２の第１〜第
８物理セクタＳＡ１〜ＳＡ８が未使用状態になり、かつ
第２ブロックＢ２が予備ブロックになっている点が異な
り、他は図１３の記憶状態と等しい。ゆえに、通常状態
のブロックＢ１，Ｂ３，Ｂ４のうち、第１ブロックＢ１
に新たに未使用状態の物理セクタＳＡ２，ＳＡ３ができ
る。ゆえに、この未使用状態の物理セクタにデータを書
込むことができる。

【０１４６】また、この記憶装置１は、ブロックの交換
処理を行うたびに、回数判定部４０よって、全ブロック
の消去回数のうちで最大の消去回数と最小の消去回数と
の差が、予め定める基準回数未満であるか否かを判定す
る。前記差が基準回数以上であるとき、データの消去回
数を平準化するためのレベリング処理を行う。図１４の
記憶状態から続けてレベリング処理を行うと仮定して、
レベリング処理を概略的に説明する。

【０１４７】図１４の記憶状態では、全ブロックのうち
で消去回数が最大であるブロックは第３ブロックＢ３で
あり、消去回数が最小であるブロックは第４ブロックＢ
４である。レベリング処理では、まずレベリング用の転
送制御部４３が、第２ブロックを予備状態から通常状態
に変更し、消去回数が最小である第４ブロックＢ４の全
物理セクタのうちで有効状態である物理セクタＳＡ１〜
ＳＡ８のデータを、第２ブロックＢ２の同じ位置の物理
セクタＳＡ１〜ＳＡ８に書込む。この結果、物理セクタ
空間Ｚａの記憶状態は、図１５で表す状態になる。図１
５の記憶状態は、第Ｉ，第Ｎ，第Ｃ，第Ｏ，第Ｍ、第Ｐ
〜第Ｒ論理セクタに対応する物理セクタが、第４ブロッ
クＢ４の第１〜第８物理セクタＳＡ１〜ＳＡ８から第２
ブロックの第１〜第８物理セクタＳＡ１〜ＳＡ８に変更
された点が異なり、他は図１４の記憶状態と等しい。

【０１４８】次いで、計数部３９が第４ブロックＢ４の
消去回数をメモリ６に記憶させ、レベリング処理用の消
去制御部３８によって、第４ブロックＢ４のデータを消
去させる。最後に、消去制御部３８は、計数部３９によ
って消去回数を１増加させて更新させ、管理タグデータ
を再生成して第４ブロックＢ４の第０物理セクタＳＡ０
に記憶させる。これによって、レベリング処理を終了す
る。この結果、物理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、図１
６で表す状態になる。図１６の記憶状態では、第４ブロ
ックＢ４の消去回数が１増加し、第４ブロックＢ４の第
１〜第８物理セクタＳＡ１〜ＳＡ８が未使用状態にな
り、かつ第４ブロックＢ４が予備ブロックになっている
点が異なり、他は図１５の記憶状態と等しい。

【０１４９】レベリング処理終了後、さらに新たなデー
タＹＣを書込む。このとき、通常状態の全ブロックＢ１
〜Ｂ３のうちで第１ブロックＢ１に未使用状態の物理セ
クタＳＡ２，ＳＡ３があるので、書込み制御部３３は、
第１ブロックＢ１の第２物理セクタＳＡ２にデータＹＣ
を書込み、記憶処理を終了する。これによって、最終的
に、物理セクタ空間Ｚａの記憶状態は、図１７で表す状
態になる。図１７の記憶状態では、第Ｃ論理セクタに対
応する物理セクタが、第２ブロックＢ２の第３物理セク
タＳＡ３から第１ブロックＢ１の第２物理セクタＳＡ２
に変更され、かつその記憶内容が変更されている点が異
なり、他は図１６の記憶状態と等しい。

【０１５０】図１８は、上述した記憶処理のうち、或る
単一の論理セクタについての処理を詳細に説明するため
のフローチャートである。記憶処理は、主制御動作のス
テップａ７で、処理対象の論理セクタが決定された後に
開始され、各論理セクタを処理対象とするたびに、ステ
ップｂ１からステップｂ２に進む。

【０１５１】ステップｂ２では、まず、データ一致セク
タ検索部３１によって、全物理セクタのうちから、処理
対象の論理セクタに対応する物理セクタが検索され、そ
の物理セクタのデータが読出される。この検索の具体的
な手法は、検索対象の論理セクタ番号がステップａ７で
決定された論理セクタの論理セクタ番号であることが異
なり、他はステップａ２での検索手法と等しい。

【０１５２】次いで、ステップｂ３では、データ一致判
定部３２によって、ステップｂ２で読出された元のデー
タと書込み対象の新たなデータとが比較され、両データ
が一致するか否かが判定される。両データが一致しない
と判定されるとき、ステップｂ３からステップｂ４に進
む。両データが一致するとき、新たなデータと同じデー
タが既にフラッシュメモリ３に書込まれているので、デ
ータを新たに書込む必要がない。ゆえに、ステップｂ３
からステップｂ１４に進み、記憶処理を終了する。

【０１５３】ステップｂ３で判定が肯定される状態は、
たとえば、ファイルのデータを部分的に修正してその修
正後のファイルの全データを一括して書込み対象とした
場合、その一部のデータに修正がないにも拘わらずその
データも書込み対象になるときにおこる。このとき、書
込み制御部３３は、データを書込まずにそのまま処理を
終了させる。ゆえに、データの消去を行わないので、デ
ータの消去回数の増加を防止することができる。また、
フラッシュメモリ３への書込み回数も減少させることが
できる。フラッシュメモリ３は、データの書込み時に
も、フラッシュメモリを構成する素子にストレスが加わ
ることがあるので、書込み回数自体を減少させることに
よって、素子に不必要なストレスが加わることを防止す
ることできる。ゆえに、フラッシュメモリ３の寿命をさ
らに延ばすことができる。

【０１５４】再び図１８を参照する。ステップｂ３で、
両データが一致しないと判定されるとき、ステップｂ３
からステップｂ４に進む。ステップｂ４では、上書き判
定部３４によって、ステップｂ２で読出された元のデー
タと書込み対象の新たなデータとが比較され、元のデー
タを記憶した物理セクタに新たなデータを上書きによっ
て書込むことができるか否かが判定される。具体的に
は、元データの各ビットと新たなデータの各ビットとを
順次比較して、元データでは０であり新たなデータでは
１であるビットがあるか否かを判定する。このようなビ
ットが全くないとき、上書き判定部３４は、上書きがで
きると判定して、ステップｂ４からステップｂ５に進
む。このようなビットが１つ以上あるとき、上書きがで
きないと判定して、ステップｂ４からステップｂ６に進
む。

【０１５５】ステップｂ５では、書込み制御部３３は、
ステップｂ２で検索された物理セクタに、上書きによっ
て新たなデータを書込み、ステップｂ１４で書込み動作
を終了する。このとき、前記物理セクタのデータは消去
されないので、この物理セクタの消去回数を増加させる
ことなく、新たなデータをフラッシュメモリ３に記憶さ
せることができる。ゆえに、フラッシュメモリ３の寿命
をさらに延ばすことができる。

【０１５６】また、フラッシュメモリ３に新規にファイ
ルを記憶させるとき、ステップｂ１〜ｂ４を経て、ステ
ップｂ４で上書きができると判定されるので、ステップ
ｂ５の上書き処理によってデータが書込まれる。具体的
には、まず全ブロックのうちから、ブロックタグの使用
フラグが通常状態であるブロックに含まれ、かつセクタ
タグの識別フラグが未使用状態を表す物理セクタを検索
する。検索された物理セクタの識別フラグを書込み中状
態に上書きによって書換え、その物理セクタにデータを
書込む。このとき、未使用状態の物理セクタは全ビット
が１であるので、データを上書きによって書込むことが
できる。書込み終了後、その物理セクタのセクタタグに
そのデータを仮想的に記憶するべき論理セクタの論理セ
クタ番号を書込み、さらに識別フラグを有効状態に上書
きによって書換える。未使用の物理セクタのセクタタグ
は全ビットが１であるので、論理セクタ番号を上書きに
よって書込むことができる。この一連の動作を、前記先
頭の論理セクタから前記終端の論理セクタまで繰返し、
全ての論理セクタに対して処理が終了した後、記憶処理
が終了される。

【０１５７】再び図１８を参照する。ステップｂ６で
は、まず空きセクタ検索部３５によって、通常状態のブ
ロックに含まれる全物理セクタのうちから、未使用状態
の物理セクタを検索する。この検索は、具体的には、各
ブロックの管理タグデータを参照して、使用フラグが通
常状態を表すブロックタグと同じ管理データ内のセクタ
タグのうちで、識別フラグが未使用状態を表すセクタタ
グを検索する。このセクタタグの被管理物理セクタが、
所望とする未使用状態の物理セクタである。未使用状態
の物理セクタが複数あるとき、そのうちで消去回数が最
小のブロックに含まれる物理セクタが選ばれる。未使用
状態の物理セクタが検索されたとき、ステップｂ６から
ステップｂ７に進む。

【０１５８】ステップｂ７では、書込み制御部３３は、
まず、空きセクタ検索部３５によって検索された未使用
状態の物理セクタを論理セクタに対応付けて、前記新た
なデータを書込む。さらに、データ記憶セクタ検索部３
１によって検索されたセクタのデータの消去を許可す
る。ステップｂ７の詳細な動作は後述する。ステップｂ
７の処理終了後、ステップｂ１４で記憶処理を終了す
る。

【０１５９】空きセクタ検索部３５によって未使用状態
の物理セクタが検索されないとき、ステップｂ６からス
テップｂ８に進み、ステップｂ８，ｂ９でブロックの交
換処理を行う。ステップｂ８では、ブロック検索部３６
が、通常状態の全ブロックのうちから、無効状態の物理
セクタを含むブロックを検索する。この検索は、具体的
には、各ブロックの管理タグデータを参照して、使用フ
ラグが通常状態を表すブロックタグと同じ管理データ内
のセクタタグのうちで、識別フラグが無効状態を表すセ
クタタグを検索する。このセクタタグを含む管理タグデ
ータ内のブロックタグの被管理ブロックが、所望とする
ブロックである。このようなブロックが複数あるとき、
それらブロックのうちで消去回数が最小であるブロック
を、所望とするブロックとして選択する。また、無効状
態の物理セクタを含むブロックの他に、欠陥状態である
ブロック、および欠陥状態である物理セクタを含むブロ
ックを検索するようにしてもよい。このブロックが得ら
れたとき、ステップｂ８からステップｂ９に進む。ステ
ップｂ９では、交換処理用の転送制御部３７と交換処理
用の消去制御部３８と計数部３９とによって、交換処理
が行われる。この交換処理の詳細は後述する。交換処理
後、その処理中にエラーが発生しなかったとき、ステッ
プｂ９からステップｂ１０に進む。

【０１６０】ステップｂ１０では、回数判定部４０が、
まず、全てのブロックのうちから、管理タグデータを参
照して、消去回数が最大であるブロックと消去回数が最
小であるブロックとを選択する。次いで、最大の消去回
数と最小の消去回数との差が、予め定める基準回数未満
であるか否かが判定される。予め定める回数は、たとえ
ば１００回である。前記差が基準回数未満であるとき、
ステップｂ１０からステップｂ６に戻る。前記差が基準
回数以上であるとき、ステップｂ１０からステップｂ１
１に進む。ステップｂ１１では、レベリング処理用の転
送制御部４３とレベリング処理用の消去制御部４４とに
よって、レベリング処理が行われる。レベリング処理の
詳細は後述する。レベリング処理終了後、その処理中に
エラーが発生しなかったとき、ステップｂ１１からステ
ップ６に戻る。

【０１６１】ステップｂ９，ｂ１１からステップｂ６に
戻った後、空きセクタ検索部３５によって、再度未使用
状態の物理セクタが再度検索される。このとき、ステッ
プｂ９の交換処理によって未使用状態の物理セクタがで
きているので、空きセクタ検索部３５は、必ず未使用状
態の物理セクタを見付けることができる。ゆえに、ステ
ップｂ６からステップｂ７に進み、再書込み処理によっ
て、この未使用状態の物理セクタに、データが書込まれ
る。データ書込み後、ステップｂ１４で、記憶動作を終
了する。

【０１６２】また、ステップｂ８で無効状態および欠陥
状態の物理セクタならびに欠陥状態のブロックが見付け
られないとき、フラッシュメモリ３の通常状態の全ての
ブロックにデータが記憶されかつ全データの消去が禁止
されている。この状態のフラッシュメモリ３には、さら
にデータを書込むことができない。ゆえに、ステップｂ
８からステップｂ１２に進み、書込み制御部３３は、エ
ラー処理として、たとえばフラッシュメモリ３に新たな
データを書込む余地が無いことを表す制御データを電子
機器８に与える。またステップｂ９，ｂ１１でエラーが
発生したとき、ステップｂ９，ｂ１１からステップｂ１
２に進み、書込み制御部３３は、エラー処理として、エ
ラーが発生したことを表す制御データを電子機器８に与
える。これによって、電子機器８は記憶装置１で動作異
常が発生したことを知ることができるので、その動作異
常を解消するための処置を速やかに行うことができる。
エラー処理終了後、ステップｂ１４で当該フローチャー
トの処理動作を終了する。

【０１６３】図１９は、上述の書込み処理のうちでステ
ップｂ７の再書込み処理を詳細に説明するためのフロー
チャートである。図１８のフローチャートで、空きセク
タ検索部３５によって未使用状態の物理セクタが検索さ
れたとき、ステップｃ１からステップｃ２に進む。

【０１６４】ステップｃ２では、書込み制御部３３は、
ステップｂ２で処理対象となった物理セクタ、すなわち
書込み元物理セクタのセクタタグのデータを参照して、
空きセクタ検索部３５によって検索された未使用状態の
物理セクタ、すなわち書換え先物理セクタのセクタタグ
のデータを書換える。具体的には、書換え先物理セクタ
の世代フラグには、書換え元物理セクタの世代フラグの
値に１を加算した値が上書きによって書込まれる。書換
え先物理セクタの識別フラグは、未使用状態から書込み
中状態に、上書きによって書換えられる。さらに、書換
え元物理セクタの論理セクタ番号データに書込まれた論
理セクタ番号が、上書きによってそのまま書込まれる。

【０１６５】次いで、ステップｃ３では、書込み制御部
３３は、電子機器８から供給された新たなデータをメモ
リ６上で編集して、書換え先物理セクタに書込むべきデ
ータを作成する。このデータは、書換え元物理セクタに
記憶されたデータのうち、新たなデータに置換えるべき
元のデータが新たなデータに置換えられている。編集
は、たとえば、新たなデータが元の物理セクタに記憶さ
れた全データの一部分に対応するとき、書込み制御部３
３は、この全データの残余の部分をさらに読出し、新た
なデータに付加することによって行われる。編集終了
後、書込み制御部３３は、ステップｃ４で、ステップｃ
３で生成したデータを、書換え先物理セクタに、上書き
によって書込む。

【０１６６】続いて、ステップｃ５では、書込み制御部
３３は、書換え先物理セクタのセクタタグの識別フラグ
を、書込み中状態から有効状態に上書きによって書換え
る。次いで、ステップｃ６では、書込み制御部３３は、
書換え元物理セクタのセクタタグのうちで、識別フラグ
を有効状態から無効状態に上書きによって書換える。フ
ラグ書換え後、ステップｃ７で再書込み処理を終了す
る。

【０１６７】このような一連の動作によって、再書込み
処理が行われる。書換え先物理セクタに書換え元物理セ
クタの論理セクタ番号が書込まれ、かつ書換え元物理セ
クタが無効状態にされるので、書換え元物理セクタに対
応付けられていた論理セクタは、以後の処理では書換え
先物理セクタに対応付けられる。データ記憶セクタ検索
部３１は、通常状態の全ブロックのうちで有効状態の物
理セクタを検索対象にする。ゆえに、無効状態になった
物理セクタは、検索対象から外される。したがって、同
じ論理セクタ番号が記憶された物理セクタが複数あると
きでも、無効状態の物理セクタは検索されない。すなわ
ち、再書込み処理によって、論理セクタに対応づけられ
る物理セクタが変更される。

【０１６８】このように、物理セクタ空間内でデータが
記憶された物理セクタが変更されたとき、論理セクタ空
間内でそのデータが仮想的に記憶された論理セクタは元
のままである。前述の電子機器８は、論理セクタと論理
アドレスとによって処理対象のデータを指定するので、
物理セクタの変更後も、電子機器８は、再書込み処理前
の論理セクタおよび論理アドレスを用いて、そのデータ
を指定することができる。ゆえに、電子機器８は、再書
込み処理によってデータが書込まれる場合と上書き処理
によってデータが書込まれる場合とのどちらであって
も、書込み後の処理を変更する必要がない。したがっ
て、電子機器８が書込み手法に応答して動作する必要が
無くなる。

【０１６９】また、書換え先物理セクタの世代フラグの
値は、元の物理セクタの世代フラグの値よりも１増加し
ている。ゆえに、或る論理セクタに対して再書込み処理
を複数回繰返したとき、世代フラグは順次増加する。し
たがって、物理セクタ空間内にその論理セクタの論理セ
クタ番号が記憶された物理セクタが複数あるとき、世代
フラグの値を比較することによって、世代フラグの値が
最大である物理セクタが、その論理セクタに仮想的にさ
れたデータであってかつ最新のデータを記憶しているこ
とが分かる。

【０１７０】また、セクタタグのデータは、表１〜表３
によって説明した構造になっているので、セクタタグの
データの書換えは、全て上書き処理によって行われる。
したがって、セクタタグのデータの書換えのためだけに
再書込み処理を行う必要がない。したがって、このため
にデータの消去回数を増加させることを防止することが
できる。また、セクタタグを含む管理タグを記憶する物
理セクタを、常にその被管理ブロックの第０物理セクタ
に固定することができる。

【０１７１】図２０は、上述の書込み処理のうちでステ
ップｂ９の交換処理を詳細に説明するためのフローチャ
ートである。図１８のフローチャートで、ブロック検索
部３６によって無効状態または欠陥状態の物理セクタを
含むブロックまたは欠陥状態であるブロックが検索され
たとき、ステップｄ１からステップｄ２に進む。

【０１７２】ステップｄ２では、転送制御部３７は、予
備状態のブロックのブロックタグのうち、使用フラグ
を、予備状態から通常状態に上書きによって書換える。
これによって、予備状態であったブロックは、全物理セ
クタが未使用状態である通常状態のブロックになる。こ
のブロックを交換先ブロックとする。

【０１７３】次いで、ステップｄ３で、転送制御部３７
は、ブロック検索部３６によって検索されたブロック、
すなわち交換元ブロックの全物理セクタのうちで有効状
態である物理セクタに記憶されたデータを、交換先ブロ
ック内で前記有効状態の物理セクタと同じ位置の物理セ
クタに、上書きによって書込む。このとき、交換元ブロ
ックの第α物理セクタに記憶されたデータは、交換先ブ
ロックの第α物理セクタに書込まれる。αは、任意の整
数である。また、交換元ブロックのうちで無効状態およ
び欠陥状態の物理セクタのデータは交換先ブロックに書
込まれない。ゆえに、交換先ブロックの物理セクタのう
ち、交換元ブロック内で無効状態および欠陥状態である
物理セクタと同じ位置の物理セクタは、未使用状態のま
まである。したがって、交換先ブロックでは、前記位置
の物理セクタのデータが消去されて未使用状態に戻され
たことと等しい。

【０１７４】次いで、ステップｄ４では、転送制御部３
７は、ステップｄ３の書込みによって、交換元ブロック
に記憶されたデータが交換先ブロックに誤り無く書込ま
れたか否かを判定する。具体的には、転送制御部３３が
交換先ブロックと交換元ブロックとのうちで同じ位置の
物理セクタからデータを読出し、両データが等しいか否
かを判定する。両データが等しいとき、データが誤り無
く書込まれたと判定する。このとき、ステップｄ４から
ステップｄ５に進む。

【０１７５】ステップｄ５では、計数部３９が、交換元
ブロックのブロックタグに記憶された消去回数を読出
し、メモリ６に記憶させる。次いで、ステップｄ６で
は、消去制御部３８が、交換元ブロックに記憶されたデ
ータを全て消去し、このブロックを初期状態に戻す。こ
のデータの消去処理は、いわゆるイレースである。した
がって、交換元ブロックの全物理セクタが初期状態に戻
される。ゆえに、ブロックタグおよび全セクタタグも、
初期状態に戻される。次いで、ステップｄ７では、消去
制御部３８は、データの消去処理が誤り無く行われた否
かを判定する。具体的には、消去制御部３８は、交換元
ブロックからデータを読出し、そのデータのビットが全
て１であるか否かを判定する。ビットが全て１であると
き、誤りなくデータが消去されたと判定する。このと
き、ステップｄ７からステップｄ８に進む。

【０１７６】ステップｄ８では、計数部３９が、メモリ
６に記憶された消去回数に、１を加算して更新する。ま
た、消去制御部３８が、交換元ブロックのブロックタグ
を再生成する。具体的には、消去制御部３８は、マジッ
クナンバーに、予め定めるコード「Ａ００Ａ」を上書き
によって書込む。使用フラグは、「ＦＦ」から予備状態
に上書きによって書換える。消去回数には、計数部３９
によって更新された消去回数をメモリ６から読出して、
上書きによって書込む。このとき、全セクタタグは初期
状態に戻されているので、その識別フラグは未使用状態
を表し、世代フラグと論理セクタ番号とには初期値が記
憶されている。したがって、全物理セクタは、論理セク
タ空間内のいずれの論理セクタとも対応付けられていな
い。これによって、交換元ブロックは、以後の処理で予
備状態のブロックとして用いられる。ブロックタグの再
生成後、ステップｄ１１で交換処理を終了する。

【０１７７】また、ステップｄ４で、たとえば交換先ブ
ロックと交換元ブロックとのうちで同じ位置の物理セク
タから読出されたデータが異なるとき、データの書込み
に誤りがあると判定する。このとき、ステップｄ４から
ステップｄ９に進む。ステップｄ９では、書込み制御部
３３は、誤りがあると判定された物理セクタの識別フラ
グを、書込み中状態から欠陥状態に上書きによって書換
え、ステップｄ１１で交換処理を終了する。これによっ
て、データが誤って書込まれた物理セクタは欠陥状態に
なるので、以後の処理でデータの記憶に用いられない。

【０１７８】識別フラグの書換えは、識別フラグを構成
する３つのフラグのうちで、フラグＦ２Ｃのコードを
「ＦＦ」から「００」に書換えることによって行う。こ
のとき、識別フラグは、表３で説明した組合わせで物理
セクタの使用状態を表す。ゆえに、他の２つのフラグＦ
２Ａ，Ｆ２Ｂを書換えることなく、識別フラグを書込み
中状態から欠陥状態に書換えることができる。ゆえに、
識別フラグの書換えのための書込み回数を減少させるこ
とができる。

【０１７９】さらにまた、ステップｄ７で、たとえば交
換元ブロックから読出されたデータの値が０であるビッ
トが含まれるとき、消去処理が失敗したと判定する。消
去処理の失敗の原因としては、たとえば、データ消去の
ためにフラッシュメモリ３に印加される電圧が、消去に
必要な電圧未満であることが挙げられる。このとき、ス
テップｄ７からステップｄ１０に進む。ステップｄ１０
では、交換元ブロックの使用フラグを、初期状態から欠
陥状態に上書きによって書換え、ステップｄ１１で交換
処理を終了する。これによって、消去処理が失敗したブ
ロックは欠陥状態になるので、以後の処理でデータの記
憶に用いられない。

【０１８０】使用フラグの書換えは、識別フラグを構成
する２つのフラグのうちで、フラグＦ１Ｂのコードを
「ＦＦ」から「００」に書換えることによって行う。こ
のとき、識別フラグは、表２で説明した組合わせで物理
セクタの使用状態を表す。ゆえに、他のフラグＦ１Ａを
書換えることなく、使用フラグを初期状態から欠陥ブロ
ックを表す状態に書換えることができる。ゆえに、使用
フラグの書換えのための書込み回数を減少させることが
できる。

【０１８１】ステップｄ９で欠陥状態にさされた物理セ
クタを含むブロック、およびｄ１０で欠陥状態にされた
ブロックは、上述の交換処理において、交換元ブロック
として用いられる。これは以下の理由からである。たと
えばブロックの消去処理の失敗の原因が電圧低下であっ
たとき、記憶装置１に電力を供給する電池を交換して消
去処理を再度行う場合に、データが誤り無く消去される
ことがある。ゆえに、交換処理時に、欠陥状態の物理セ
クタを含むブロックおよび欠陥状態であるブロックを交
換元ブロックとして消去処理を行うことによって、欠陥
状態の物理セクタおよびブロックを、初期状態に戻すこ
とができることがある。これによって、上述のような理
由によって欠陥状態であると見なされた物理セクタおよ
びブロックを、再度利用することができる。この交換処
理は、ステップ図１８のａ１９の交換処理と等しい。

【０１８２】図２１は、上述の書込み処理のうちでステ
ップｂ１１のレベリング処理を詳細に説明するためのフ
ローチャートである。図２１のレベリング処理は図２０
の交換処理に類似し、以下の一連の動作のうち、ステッ
プｅ２〜ｅ１０の詳細な動作は、交換元ブロックが消去
回数が最小である通常ブロックである点が異なり、他は
ステップｄ２〜ｄ１０の詳細な動作と等しい。ゆえに、
各ステップの詳細な説明およびその効果は省略する。図
１８のフローチャートで、回数判定部４０によって最大
の消去回数と最小の消去回数との差が前記基準回数以上
であると判定されたとき、ステップｅ１からステップｅ
２に進む。

【０１８３】ステップｅ２では、転送制御部４３は、予
備状態であるブロックのブロックタグのうち、使用フラ
グを予備状態から通常状態に上書きによって書換える。
このブロックを交換先ブロックとする。ステップｅ３で
は、転送制御部４３は、まず、全ブロックのうちで消去
回数が最小であるブロックを検索する。このブロックを
交換元ブロックにする。次いで、交換元ブロックの全物
理セクタのうちで有効状態である物理セクタに記憶され
たデータを、交換先ブロックのうちで同じ位置の物理セ
クタに上書きによって書込む。このとき、交換先ブロッ
クの中で、交換元ブロックのうちで無効状態および欠陥
状態であった物理セクタと同じ位置の物理セクタは、未
使用状態のまま保たれる。ステップｅ４では、転送制御
部４３は、交換元ブロックに記憶されたデータが交換先
ブロックに誤り無く書込まれたか否かを判定する。誤り
無く書込まれたと判定されたとき、ステップｅ４からス
テップｅ５に進む。

【０１８４】ステップｅ５では、計数部３９が、交換元
ブロックのブロックタグに記憶された消去回数をメモリ
６に記憶させる。ステップｅ６では、消去制御部４４
が、交換元ブロックに記憶されたデータを全て消去し、
このブロックを初期状態に戻す。次いで、ステップｅ７
では、消去制御部４４は、データの消去処理が誤り無く
行われた否かを判定する。誤りなくデータが消去された
と判定されたとき、ステップｅ７からステップｅ８に進
む。

【０１８５】ステップｅ８では、計数部３９が、メモリ
６に記憶された消去回数に１を加算して更新する。また
消去制御部４４が、交換元ブロックのブロックタグを再
生成する。これによって、交換元ブロックは、以後の処
理で予備状態のブロックとなる。ブロックタグの再生成
後、ステップｅ１１で、レベリング処理を終了する。

【０１８６】また、ステップｅ４でデータの書込みに誤
りがあると判定されたとき、ステップｅ４からステップ
ｅ９に進む。ステップｅ９では、書込み制御部３３は、
誤りがあると判定された物理セクタの識別フラグを書込
み中状態から欠陥状態に上書きによって書換え、ステッ
プｅ１１でレベリング処理を終了する。これによって、
データが誤って書込まれた物理セクタは欠陥状態になる
ので、データの記憶に用いられない。さらにまた、ステ
ップｅ７で、消去処理が失敗したと判定されたとき、ス
テップｅ７からステップｅ１０に進む。ステップｅ１０
では、交換元ブロックの使用フラグを、初期状態から欠
陥状態に上書きによって書換え、ステップｅ１１でレベ
リング処理を終了する。これによって、消去処理が失敗
したブロックは欠陥状態になるので、以後の処理でデー
タの記憶に用いられない。

【０１８７】これによって、消去回数が最小であるブロ
ックと予備状態のブロックとの間でデータが入換えられ
る。このようなレベリング処理は、フラッシュメモリ３
内のブロックの消去回数の平準化のために行われる。

【０１８８】消去回数の平準化は、以下の理由によって
行われる。フラッシュメモリ３は、各ブロックのデータ
の消去回数に制限があり、或るブロックのデータの消去
回数が予め定める上限回数以上になったときに、フラッ
シュメモリ３全体が使用不可能になることがある。この
ため、フラッシュメモリ３の寿命を延ばすために、フラ
ッシュメモリ３の全ブロックのうちの一部のブロック
に、データの書込み／消去が集中して行われないことが
好ましい。

【０１８９】消去回数が最小だったブロックの各物理セ
クタに記憶されたデータは、いままでデータの書換えが
今まで殆どなく、今後も殆どないと予想される。ゆえ
に、たとえば予備状態のブロックのデータの消去回数が
最小の消去回数より大きく最大の消去回数以下である場
合、上述のレベリング処理によって、交換先ブロック、
すなわち元の予備状態のブロックには、データの書換え
が殆どないと予想されるデータが記憶されるので、以
後、交換先ブロックの消去回数はほとんど増加しないと
考えられる。逆に、交換元ブロック、すなわち消去回数
が最小のブロックは予備状態のブロックになるので、以
後の処理のうちで図２０の交換処理にまたは図２１のレ
ベリング処理に用いられる。したがって、交換元ブロッ
クは、以後の処理でデータの書込み／消去対象のブロッ
クになり、消去回数が増加すると考えられる。このよう
な入換えを繰返すことによって、不揮発性メモリの全メ
モリ領域の消去回数を平準化することができる。これに
よって、不揮発性メモリの全ブロックのうちで一部のブ
ロックの消去回数が増加して上限回数を越えることによ
って、フラッシュメモリ３が使用できなくなることを未
然に防止することができる。したがって、フラッシュメ
モリ３の寿命を延ばすことができる。

【０１９０】また、このレベリング処理は、ブロックの
交換処理の後に行われる。このとき、交換処理では、そ
のとき書換えの処理対象のデータが記憶されたブロック
と予備ブロックとを入換える。この処理対象のデータ
は、頻繁にデータを書直しされる可能性が高いので、交
換処理終了後に予備状態となるブロックは、データの消
去回数が多いと予想される。ゆえに、このような予備状
態のブロックと消去回数が最小であるブロックとのデー
タを交換することによって、レベリング処理終了後、デ
ータの消去回数が多いブロックにデータの書直し回数が
少ないと予想されるデータが記憶される。したがって、
このブロックの消去回数がさらに増加することを未然に
かつ確実に防止することができる。

【０１９１】このように、交換処理とレベリング処理と
を続けて行う場合、レベリング処理終了後の物理セクタ
空間の記憶状態は、消去回数が多いブロックと消去回数
が少ないブロックとを交換した状態と等しい。したがっ
て、消去回数が多いブロックの消去回数が増加しにくく
なる。したがって、従来技術のように、レベリング処理
として消去回数が多いブロックと消去回数が少ないブロ
ックとを交換する場合と比較して、ブロックの交換回数
を減少させることができる。ゆえに、レベリング処理の
ためのデータの消去回数を、従来技術の消去回数の平準
化のための消去回数よりも減少させることができる。し
たがって、不揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことが
できる。

【０１９２】また、前記レベリング処理では、消去回数
が最小であるブロックに記憶されたデータの劣化を防止
することができる。この理由は以下の通りである。たと
えばフラッシュメモリおよびＥＥＰＲＯＭでは、ビット
毎に準備されたコンデンサの電荷の蓄積の有無によって
１と０とを表す。ゆえに、データが書込まれてから過大
に長い時間が経過したとき、コンデンサに蓄積された電
荷が減少するために、データが劣化することがある。他
のメモリ領域と比較して消去回数が少ないメモリ領域に
記憶されたデータは、記憶装置の外部から該データの書
換えの指示が少ないデータであり、データの書直しがほ
とんど行われないので、劣化する可能性が高い。レベリ
ング処理では、転送制御部４３がこのデータを読取り、
交換先ブロックに書込む。したがって、この時点で、こ
のデータを表すための電荷の蓄積量が、書換え前の蓄積
量よりも増大する。したがって、データの劣化を未然に
防止する事ができる。

【０１９３】このように、図４〜図２１によって説明し
た書込み処理を行うことによって、初期化処理によって
ファイルとファイルタグとが予め作成されたフラッシュ
メモリ３に、記憶装置１の制御のためのデータを記憶さ
せつつ、ブロックの消去回数を減少させ、かつブロック
の消去回数を平準化して、フラッシュメモリ３にデータ
を書込むことができる。また、この書込み処理中には、
ファイルの新規作成は行われない。これは以下の理由か
らである。データ書込み中にファイルを新規に作成粋
は、ファイルの削除を同時に行う必要があり、連続した
論理セクタでは管理できなくなる。管理するには、論理
セクタ番号を変更していわゆるコンデンス処理が必要に
なり、それによって消去処理を行う必要が生じる。これ
を防止するために、ファイルの新規作成は行わないこと
が好ましい。すなわち、このファイル識別番号はハード
ディスクのドライブ名に相当するものであり、ファイル
識別番号によって確保されたフラッシュメモリの空間を
ファイル形式で使用しているものである。

【０１９４】上述の書込処理によって、たとえば、図２
２の記憶状態から、第６０〜第１８５論理セクタに記憶
されたデータからなるファイルを処理対象として、書込
み処理を行い、その結果記憶状態が図２３の記憶状態に
なったとする。図２２の記憶状態では第６０〜第１８５
論理セクタに第３ブロックＢ３の第３０物理セクタＳＡ
３０〜第７ブロックＢ７の第３１物理セクタＳＡ３１が
対応付けられる。また、第３１ブロックＢ３１の第３１
物理セクタＳＡ３１〜第３２ブロックＢ３２の第１〜第
３２物理セクタＳＡ１〜ＳＡ３１が未使用状態である。
この場合に対象ファイルのファイルタグの書込み開始／
終了フラグが「００」であってかつ未使用状態のファイ
ルタグがないとき、ステップａ１５，ａ１６の処理によ
ってファイル管理データが書直されるので、第０論理セ
クタに対応する物理セクタが、第２ブロックＢ２の第１
物理セクタＳＡ１から第３１ブロックＢ３１の第３１物
理セクタＳＡ３１に変更される。また、第６０〜第１８
５論理セクタのうちで、データが一致せずかつ上書きが
できない論理セクタだけ、対応付けられる物理セクタが
変更される。ゆえに、図２３の記憶状態では第６０〜第
１８５論理セクタに対応する物理セクタは、第４〜第
７，第３２ブロック内Ｂ４〜Ｂ７，Ｂ３２に点在する。

【０１９５】以下に、データの読出し処理について説明
する。図２４は、データの読出し処理を説明するための
フローチャートである。図２４の読出し処理は、図８の
書換え処理と類似の処理を含む。

【０１９６】データの読出し処理を行うとき、電子機器
８から、読出し処理の制御データとして、読出し対象の
データを含む対象ファイルのファイル識別番号と、論理
セクタ空間内で読出し対象のデータが記憶された位置の
先頭を表す読出し開始論理アドレスと、読出し対象のデ
ータのデータ量とが、システムバス７を介して中央制御
装置３に与えられる。このとき、ステップｆ１からステ
ップｆ２に進む。

【０１９７】ステップｆ２では、中央制御装置４のファ
イル管理制御部２１は、まず、全物理セクタのうちから
第０論理セクタに対応付けられた物理セクタを検索し
て、その物理セクタからファイル管理データを読出す。
次いで、ステップｆ３で、ファイル管理データ内の全フ
ァイルタグのうちから、対象ファイルのファイルタグを
検索する。このファイルタグは、電子機器８から指定さ
れたファイル識別信号が記憶されたファイルタグであ
る。ステップｆ２，ｆ３の検索の詳細な手法は、図８の
ステップａ２の検索手法と等しい。

【０１９８】次いで、ステップｆ４で、位置決定部４１
が、論理セクタ空間のうちで、データを読出すべき論理
セクタを決定する。また、各論理セクタに対応する物理
セクタ毎に、その物理セクタ内で、データの読出しを開
始／終了する位置を表すアドレスを決定する。この算出
手法は、図８のステップａ７の算出手法と等しく、詳細
は後述する。

【０１９９】次いで、ステップｆ５で、読出し制御部４
２は、位置決定部４１によって決定された論理セクタに
対応する物理セクタを、物理セクタ空間内から検索し、
その物理セクタに記憶されたデータを読出し、システム
バス７を介して電子機器８に与える。位置決定部４１に
よって決定された論理セクタが複数あるとき、その論理
セクタ番号が若い論理セクタから、順次処理する。デー
タの読出し後、ステップｆ６で読出し処理を終了する。

【０２００】図８の書込み処理の主制御動作のうちでス
テップａ７の決定動作、および図２４の読出し処理のス
テップｆ４のデータの決定動作を、図３を再度参照し
て、以下に詳細に説明する。

【０２０１】位置決定部４１は、まず、対象ファイルの
ファイルタグから、そのファイルの開始および終了論理
セクタ番号Ｎａ，Ｎｂを読出す。次いで、電子機器８か
ら与えられた制御データのうちから、データの大きさｄ
と読出し開始論理アドレスＡｃとを取得する。読出し開
始論理アドレスＡｃは論理セクタ空間内でデータの読出
しを開始する位置を表す論理アドレスである。図３で
は、開始論理セクタ番号Ｎａは第ｉ論理セクタＳＢｉの
論理セクタ番号であり、終了論理セクタ番号Ｎｂは、第
（ｉ＋７）論理セクタＳＢ（ｉ＋７）の論理セクタ番号
である。これらのデータに基づいて、位置決定部４１
は、式１〜式６によって、読取り開始論理セクタ番号Ｎ
ｅ、読取り終了論理セクタ番号Ｎｇ、先端相対アドレス
Ａｆ、および終端相対アドレスＡｈを算出する。

【０２０２】読出し開始論理セクタ番号Ｎｅは、前記論
理セクタ群内で処理対象のデータＤａ〜Ｄｃが記憶され
た論理セクタＳＢ（ｉ＋２）〜ＳＢ（ｉ＋４）のうち、
先頭の第（ｉ＋２）論理セクタの論理セクタ番号であ
る。第（ｉ＋２）論理セクタには、読出し開始論理アド
レスＡｃが示す位置が含まれる。読出し終了論理セクタ
番号Ｎｇは、前記論理セクタＳＢ（ｉ＋２）〜（ｉ＋
４）のうちで終端の第（ｉ＋４）論理セクタの論理セク
タ番号である。先端相対アドレスＡｆは、第（ｉ＋２）
論理セクタの先端のアドレスと読取り開始論理アドレス
Ａｃとの差分である。先端相対アドレスは、具体的に
は、第（ｉ＋２）論理セクタに対応する物理セクタ内で
データの読出しを開始するアドレスを表す。終端相対ア
ドレスＡｈは、前記第（ｉ＋４）論理セクタに対応する
物理セクタ内で、データの読取りを終了するアドレスを
表す。また、式１と式２の［Ｉ］は、単一論理セクタの
大きさを表す。読取り開始アドレスＡｃとデータの大き
さｄと論理セクタの大きさＩとは、すべてバイト単位で
増減する値なので、同じ次元の数値として扱うことがで
きる。

【０２０３】 Ａｃ ÷Ｉ ＝ Ｊ …Ｋ …（１） (Ａｃ＋ｄ)÷Ｉ ＝ Ｌ …Ｍ …（２） Ｎｅ ＝ Ｎａ＋Ｊ …（３） Ａｆ ＝ Ｋ …（４） Ｎｇ ＝ Ｎａ＋Ｌ≦Ｎｂ …（５） Ａｈ ＝ Ｍ …（６） これによって、対象ファイルの論理セクタ群の中の処理
対象のデータを記憶した論理セクタのうちで、先端の論
理セクタと終端の論理セクタとの論理セクタ番号Ｎｅ，
Ｎｇが分かる。論理セクタ番号は、常に連続した番号で
付されているので、論理セクタ空間のうちで、先端の論
理セクタと終端の論理セクタとの間に介在される中間の
論理セクタも、処理対象のデータを含む論理セクタであ
ることが容易にわかる。図３では、第（ｉ＋２）〜第
（ｉ＋４）論理セクタのうちで、先端の第（ｉ＋２）論
理セクタと終端の第（ｉ＋４）論理セクタとの論理セク
タ番号が分かり、さらに、開始論理セクタ番号Ｎｅが終
端論理セクタ番号Ｎｇになるまで、開始論理セクタ番号
Ｎｅに１を順次加算することによって、中間の第（ｉ＋
３）論理セクタの論理セクタ番号もわかる。これによっ
て、処理対象となる全ての論理セクタの論理セクタ番号
を知ることができる。

【０２０４】以下に、図３を再度参照して、図１８のス
テップｂ２のデータの読出し処理、および図２２のステ
ップｆ５のデータの読出し処理を詳細に説明する。

【０２０５】前述したデータの書込み処理によってフラ
ッシュメモリ３にデータを書込む場合、図３および図２
３に表すように、論理セクタ空間Ｚｂ内で連続した論理
セクタに対応する各物理セクタは、物理セクタ空間Ｚａ
内で点在する。ゆえに、読出し制御部４２は、まず、各
ブロックの管理タグデータを参照して、通常状態のブロ
ックに含まれる物理セクタであって、読取り対象の論理
セクタに対応しかつ有効状態である物理セクタを検索す
る。この検索の具体的な手法は、論理セクタ番号が異な
るだけで他は図８のステップａ２で説明した検索手法と
等しい。

【０２０６】読出し対象が前記先端の論理セクタＮｅで
あるとき、読出し制御部４２は、その論理セクタＮｅに
対応する物理セクタのうち、その物理セクタの先端から
アドレスが増加する方向に先端相対アドレスＡｆだけさ
らに進んだ位置から、その物理セクタの終端の位置まで
のデータを読取る。このデータは、論理セクタ空間内で
斜線を付して表す領域Ｄａに記憶されるデータに相当す
る。

【０２０７】読出し対象が中間の論理セクタＮｐである
とき、読出し制御部４２は、その論理セクタＮｐに対応
する物理セクタのデータに記憶された全てのデータを読
取る。このデータは、論理セクタ空間内で斜線を付して
表す領域Ｄｂに記憶されるデータに相当する。

【０２０８】読出し対象が終端の論理セクタＮｇである
とき、読出し制御部４２は、その論理セクタＮｇに対応
する物理セクタのデータのうち、その物理セクタの先端
の位置から、該先端からアドレスが増加する方向に終端
相対アドレスＡｈだけさらに進んだ位置までのデータを
読取る。このデータは、論理セクタ空間内で斜線を付し
て表す領域Ｄｃに記憶されるデータに相当する。

【０２０９】このような一連の処理を各論理セクタ毎に
繰返すことによって、論理セクタ空間Ｚｂの論理アドレ
スによって指定されたデータを、物理セクタ空間Ｚａか
ら読取ることができる。

【０２１０】このように、論理セクタ空間を仮想し、論
理セクタと物理セクタとを対応付けることによって、物
理セクタ空間内に点在する複数の物理セクタに記憶され
たデータを、連続する物理セクタに記憶されたデータと
同様に読取ることができる。またこの読取り処理では、
電子機器８は、読取り開始アドレスＡｃとデータの大き
さｄを指定するだけであり、これは、従来技術のメモリ
からデータを読出すときの指定と同じである。したがっ
て、電子機器８は、物理セクタが点在する場合にも、従
来と同様にデータの指定をするだけで、データを得るこ
とができる。したがって、上述の書換え処理によってフ
ラッシュメモリ３に記憶されたデータを、電子機器８が
従来技術の読取りの指定と同じ指定によって得ることが
できる。したがって、電子機器８のアプリケーション
を、記憶装置１に応じて変更する必要がなくなる。

【０２１１】このように、記憶装置１が、上述した書込
み処理を行うことによって、記憶装置１は、フラッシュ
メモリ３のデータの消去処理の回数を極力減少させつ
つ、データを任意に書込むことができる。したがって、
フラッシュメモリ３の寿命を延ばすことができる。また
上述の書込み処理と読出し処理とを行うことによって、
電子機器８は、従来技術と同じ手順によって、記憶装置
１にデータの書込みと読出しとを行わせることができ
る。ゆえに、この記憶装置１は、電子機器８に記憶装置
１に応じた改良を加えることなく、従来技術の記憶装置
に置換えて使用することができる。

【０２１２】また、管理タグデータおよびファイルタグ
データは、書込み処理時にその記憶内容が書換えられ
る。このときこれらデータの書換えのためだけに消去処
理を行うことがないように、データが構成されている。
したがって、これらデータをフラッシュメモリ３に記憶
させた場合にも、これらデータの書換えのためにデータ
の消去回数が増加することを未然に防止することができ
る。

【０２１３】各物理セクタのセクタタグは、各ブロック
毎に、その先頭の物理セクタに一括して記憶されている
ので、上述の各種の検索を行う場合、各ブロック毎にそ
の先頭の物理セクタに記憶されたデータを読出して行う
ことができる。ゆえに、各セクタタグをその被管理物理
セクタに記憶させておく場合と比較して、検索の処理手
順が簡略化され、処理時間を短縮することができる。

【０２１４】電源投入時のチェック処理について、以下
に説明する。チェック処理は、以下の理由から行われ
る。データの書込み処理中に記憶装置１への電力供給が
遮断された場合に、書込み処理はその時点で中断され
る。その後に電力供給が再開されたとき、メモリ６の記
憶内容が失われているので、書込み処理中に電力が遮断
された否かを中央制御装置３が知ることができない。ゆ
えに、以下に説明するチェック処理によって、中央制御
装置３は中断された処理を完了させるか、または中断前
の状態に戻す。チェック処理には、第１および第２復旧
処理が含まれる。第１復旧処理は、フラッシュメモリ３
の全ブロックの管理タグデータを参照して行われる。ま
た第２復旧処理は、ファイル管理データを参照して行わ
れる。これら処理は、記憶装置１への電力供給が開始さ
れるたびに実施される。

【０２１５】図２５は、第１復旧処理を説明するための
フローチャートである。このフローチャートは、記憶装
置１への電力供給が開始されると、ステップｇ１からス
テップｇ２に進む。

【０２１６】ステップｇ２では、中央制御装置３は、全
ブロックタグのうち、全ブロック数よりも１少ない数以
上のブロックタグにマジックナンバーが記憶されている
か否かが判定される。マジックナンバーは、データの消
去処理中に電力供給が遮断されたときには消去対象のブ
ロックのブロックタグで消去されている可能性があり、
その他の処理中に電力供給が遮断されたときには、全て
のブロックタグに記憶されている。ゆえに、２以上のブ
ロックタグにマジックナンバーが書込まれていないと
き、そのフラッシュメモリ３はフォーマットされていな
いと見なされる。フラッシュメモリ３は、予めフォーマ
ットされていないとデータを書込むことができないの
で、この場合、中央処理装置３は、ステップｇ３でフラ
ッシュメモリ３が未だフォーマットされていないことを
表す制御データを出力して、ステップｇ１０で第１復旧
処理を終了させる。全ブロック数よりも１少ない数以上
のブロックタグにマジックナンバーが記憶されていると
き、ステップｇ２からステップｇ４に進む。

【０２１７】ステップｇ４では、中央処理装置３は、全
ブロックタグの使用フラグを参照して、全ブロック数よ
りも１少ない数以上のブロックが通常状態のブロックで
あるか否かを判定する。前述の図１８のステップｂ９の
交換処理またはステップｂ１１のレベリング処理を行っ
ている途中で電力供給が遮断された場合、全ブロックが
全て通常状態のブロックになっている可能性があり、そ
の他の処理中に電力供給が遮断された場合には、全ブロ
ックからさらに１つの予備ブロックを除いた残りのブロ
ックが通常状態のブロックである。

【０２１８】ゆえに、全ブロックよりも１少ない数のブ
ロック未満の数のブロックだけが通常状態のブロックで
あるとき、２つの前記場合以外の要因によって異常が生
じている。この場合、中央処理装置３は、ステップｇ５
で復旧ができないことを表す制御データを出力して、ス
テップｇ１０で第１復旧処理を終了させる。全ブロック
よりも１少ない数以上のブロックが通常状態のブロック
であるとき、ステップｇ４からステップｇ６に進む。

【０２１９】ステップｇ６では、中央処理装置３の重複
セクタ判定部５１は、全セクタタグのうちで有効状態の
物理セクタのセクタタグだけを検索し、その論理セクタ
番号を参照して、同じ論理セクタ番号が記憶されたセク
タタグが複数あるか否かを判定する。前述の図１８のス
テップｂ９の交換処理またはステップｂ１１のレベリン
グ処理を行っている途中で電力供給が遮断された場合、
全セクタタグのうちで同じ論理セクタ番号が記憶され、
かつ有効状態であるセクタタグが２つあることがある。
ゆえに、同じ論理セクタ番号が記憶されたセクタタグが
複数あるとき、ステップｇ６からステップｇ７に進む。
検索された全てのセクタタグで論理セクタ番号が重複し
ないとき、ステップｇ６からステップｇ８に進む。

【０２２０】ステップｇ７では、セクタ復旧部５２が、
まず同じ論理セクタ番号が記憶された複数のセクタタグ
の世代フラグを比較し、世代フラグのコードが新しい方
のセクタタグを選ぶ。このコードは、たとえば、「Ｆ
Ｆ」と「００」とでは、「００」が新しい。また、「Ｃ
０」と「Ｃ１」とでは、「Ｃ１」が新しい。次いで、セ
クタ復旧部５２は、世代フラグのコードが新しい方のセ
クタタグの使用フラグを無効状態に上書きによって書換
える。これは以下の理由からである。データ書込み途中
で電力供給が遮断された場合、世代フラグのコードが新
しい方のセクタタグの被管理物理セクタには、データが
途中までしか書込まれていない可能性がある。ゆえに、
この物理セクタを無効状態にすることによって、この論
理セクタ番号の論理セクタには、世代フラグのコードが
古いほうのセクタタグの被管理物理セクタが対応付けら
れる。これによって、フラッシュメモリ３の記憶状態
を、電力遮断時に行われていた処理を実施する前の状態
に戻すことができる。この処理を、理論セクタ番号が重
複した全ての物理セクタに対して繰返し行い、全処理終
了後、ステップｇ７からステップｇ８に進む。

【０２２１】ステップｇ８では、予備ブロック判定部５
３は、全ブロックタグの使用フラグを参照して、予備ブ
ロックが予め定める数、たとえば１つだけあるか否かを
判定する。この使用フラグは、データの消去が完了した
段階で初めて、予備領域であることを表す状態に書換え
られる。ゆえに、前述の図１８のステップｂ９の交換処
理またはステップｂ１１のレベリング処理を行っている
途中で電力供給が遮断された場合、使用フラグが予備状
態を表すブロックタグの数が、予め定める前記数よりも
１つ少ないことがある。このため、予備ブロック判定部
５３によって、使用フラグを参照して予備ブロックの有
無を判定させることによって、電力遮断時に、データの
消去が完了していたか否かを判定することができる。こ
の判定で、予備ブロックの数が予め定める数未満である
とき、データ消去が途中で中断されたと考えられるの
で、ステップｇ８からステップｇ９に進む。予備ブロッ
クの数が予め定める数以上のとき、ステップｇ８からス
テップｇ１０に進み、第１復旧処理を終了する。

【０２２２】ステップｇ９では、予備ブロック復旧部５
４が、まず、全ブロックのうちで、使用フラグが初期状
態であるブロック、または欠陥状態であるブロックをを
検索する。あるいは、通常状態であってかつ有効状態の
物理セクタを含まないブロックを検索する。次いで、予
備ブロック復旧部５４は、検索されたブロックのデータ
を消去し、そのブロックの使用フラグを上書きによって
予備状態に書換える。この消去の詳細な手法は、図２０
のステップｄ５〜ｄ１０の処理手法と等しい。これによ
って、予備ブロックを強制的に復旧することが出来る。
またこのとき、使用フラグはデータの消去時に同時に初
期状態に戻されるので、使用フラグが初期状態であるブ
ロックが、電力遮断時にデータの消去対象となっていた
ブロックであると考えられる。ゆえに、使用フラグが初
期状態であるブロックのデータを消去することによっ
て、電力遮断前に行われていたデータの消去を、再度実
行することができる。予備ブロックの復旧後、ステップ
ｇ９からステップｇ１０に進み、第１復旧処理を終了す
る。

【０２２３】このような一連の動作によって、記憶装置
１が各種の処理を行っている途中で電力供給が遮断され
た場合、電力供給を再開したときに、記憶装置１のフラ
ッシュメモリ３の記憶内容を、電力遮断時の処理が行わ
れる前の記憶内容に戻すことができる。また第１復旧処
理では、管理タグデータを用いて、各判定を行う。管理
タグデータは本来ブロックおよび物理セクタの使用状態
を表すためのデータであり、書込み処理および読出し処
理のために準備される。この管理タグデータを用いて第
１復旧処理を行うことによって、書込み処理および読出
し処理時に、復旧処理のためだけのデータの作成／更新
を行う必要がない。これによって、復旧処理のためのデ
ータを別途作成する場合と比較して、書込み処理時の処
理手順を簡略化することができる。また、ステップｇ４
では、欠陥ブロックがある場合にも、判定が否定され
る。これは以下の理由からである。欠陥ブロックが発生
する場合、そのブロックを欠陥状態として複数個保有す
ると、記憶装置１全体の記憶容量を減らすことになる。
たとえば、フラッシュメモリにほぼ一杯にデータが記憶
されてたときに欠陥ブロックが発生すると、復旧が困難
になる。したがって、欠陥ブロックが発生した時点で、
記憶装置１はアプリケーショに対して書込エラー等のエ
ラー情報を出力して警告する。ゆえに、ステップｇ４の
判定時に欠陥ブロックは１つ存在する可能性があるが、
複数存在する可能性はない。また、欠陥ブロックは、電
力遮断時の復旧処理のときに、消去対象のブロックにな
る。ここで、そのブロックを正常に消去することができ
れば、そのブロックは使用することができるが、このと
きも消去処理にエラーが発生すれば、フラッシュメモリ
の寿命がなくなり交換時期に達したと考えられるので、
交換を促すためにもエラー表示する必要がある。また、
レベリング処理を行っているので、一度欠陥ブロックが
発生し始めると、再度欠陥ブロックが発生する可能性が
高い。これらのことから、その後無理をしてフラッシュ
メモリを使用することなく、交換を促すメッセージを表
示させることが好ましいからである。

【０２２４】図２６は、第２復旧処理を説明するための
フローチャートである。このフローチャートは、記憶装
置１への電力供給が開始されると、ステップｈ１からス
テップｈ２に進む。

【０２２５】ステップｈ２では、終了判定部５６は、ま
ず、第０論理セクタに対応した物理セクタを検索し、そ
の物理セクタからファイル管理データを読出す。次い
で、このファイル管理データ内の全ファイルタグを参照
して、各ファイルタグ毎に、書込み開始フラグのコード
と書込み終了フラグのコードとが一致するか否かを判定
する。

【０２２６】書込み開始フラグは、書込み処理を行う前
に開始フラグ更新部２２によって更新され、書込み終了
フラグは、書込み処理が終った後に、終了フラグ更新部
２３によって更新される。ゆえに、ステップａ８の書込
み処理の途中に記憶装置１への電力供給が遮断された場
合、書込み開始フラグだけが更新されて書込み終了フラ
グは更新されていないので、コードがずれる。このコー
ドは、フラグの更新回数を表す。ゆえに、終了判定部５
６によって、両フラグのコードが一致したか否かを判定
することによって、データの書込みが完全に終了したか
否かを判定することができる。

【０２２７】両フラグのコードが一致しないとき、その
フラグを含むファイルタグの被管理ファイルを処理対象
とした書込み処理が中断されたと考えられる。このと
き、ステップｈ２からステップｈ３に進む。ステップｈ
３では、終了判定部５６は、前記被管理ファイルのデー
タの種類に応じて、電子機器８にデータの解析・復旧処
理を行うように指示するための制御データを与える。こ
れによって電子機器８は、データの解析・復旧処理をお
こなう。具体的には、たとえば復旧対象のデータが画像
を表すビットマップデータであるとき、フラッシュメモ
リ３に現在記憶されたデータをそのまま画像化して出力
し、電子機器８の操作者にデータの復旧を行わせる。ま
た、復旧対象のデータが各種制御データであるとき、電
子機器８はあらかじめそれら制御データの初期値をメモ
リ５に記憶させておき、その初期値を代入する。解析・
復旧処理終了後、ステップｈ３からステップｈ４に進
み、第２復旧処理を終了する。また、ステップｈ２で両
フラグのコードが一致するとき、書込み処理が完了して
いると考えられるので、ステップｈ２からステップｈ４
に進み、第２復旧処理を終了する。

【０２２８】これによって、書込み処理途中で電力供給
が遮断された場合、そのとき処理対象になっていたファ
イルのデータを、電力供給が開始された時点で復旧する
ことが出来る。また、書込み開始／終了フラグを参照し
て、各ファイルのデータの信頼性を判定することができ
る。

【０２２９】上述の第１および第２復旧処理は、管理タ
グデータおよびファイル管理データを参照して行う。こ
れらデータは、フラッシュメモリ３に記憶されるので、
これらデータを電力遮断時にも記憶させるための記憶手
段を新たに備える必要がない、ゆえに、記憶装置１の構
造を簡略化させることができる。

【０２３０】以上の説明では、記憶装置１はフラッシュ
メモリ３をその記憶媒体としたが、電力供給が遮断され
た状態でデータを保持することができる記憶媒体であれ
ば、フラッシュメモリ３以外の媒体を用いても良い。た
とえば、ＥＥＰＲＯＭを用いても良い。

【０２３１】

【発明の効果】以上のように本発明によれば、不揮発性
メモリを備える記憶装置では、全メモリ領域の消去回数
のうちで最大の消去回数と最小の消去回数との差が基準
回数以上になるとき、消去回数が最小だったメモリ領域
と予備領域との記憶内容が交換される。これによって、
各メモリ領域の消去回数を平準化することによって、不
揮発性メモリの寿命を延ばすことができる。また、消去
回数が最小のメモリ領域に記憶されたデータが劣化する
ことを未然に防止することが出来る。また、上述のデー
タの入換え処理のためのデータの消去回数は１回である
ので、入換えのために必要な消去回数を減少させること
ができる。ゆえに、不揮発性メモリの寿命をさらに延ば
すことができる。

【０２３２】また本発明によれば、記憶装置は、不揮発
性メモリに既に書込まれたデータを書換える場合、デー
タ一致の有無、上書きの可否、およびデータの記憶され
ていないセクタの有無に応答して、合計８通りの場合に
分けて書換えを行い、データの消去を含む書換え処理
は、１通りの場合に限られる。ゆえに、データの書換え
を行うとき、データの消去回数を減少させることができ
る。

【０２３３】さらにまた本発明によれば、記憶装置は、
電力供給が開始されるたびに、予備領域判定手段に予備
領域の有無を判定させ、予備領域がないとき、データの
消去が禁止されたセクタを含まないメモリ領域のデータ
を強制的に消去して、そのメモリ領域を予備領域にす
る。これによって、交換処理またはレベリング処理中に
電力が遮断された場合、電力供給再開後、不揮発性メモ
リに予備領域を復旧させることができる。

【０２３４】また本発明によれば、各メモリ領域が予備
領域であるか否かは、不揮発性メモリに記憶されかつ上
書きが可能な領域使用フラグによって表される。したが
って、領域使用フラグの書換えのために、そのメモリ領
域のデータの消去回数を増加させることを防止すること
によって、不揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことが
できる。

【０２３５】さらにまた本発明によれば、記憶装置は、
電力供給が開始されるたびに、重複セクタ判定手段に同
じ論理セクタ番号を記憶したセクタが複数あるか否かを
判定させ、セクタの重複があるとき、データの記憶タイ
ミングが最新のセクタのデータの消去を許可する。これ
によって、前記最新のセクタは無効化され該セクタから
のデータの読出しが行われない。これによって、交換処
理またはレベリング処理中に電力が遮断された場合、電
力供給再開後、不揮発性メモリの記憶内容を処理前の状
態に復旧させることができる。

【０２３６】また本発明に従えば、セクタのデータの消
去の許可／禁止は、不揮発性メモリに記憶されかつ上書
きが可能な識別フラグによって表される。したがって、
識別フラグの書換えのためにそのメモリ領域のデータの
消去回数を増加させることを防止することによって、不
揮発性メモリの寿命をさらに延ばすことができる。

【０２３７】さらにまた本発明によれば、記憶装置は、
データ群を不揮発性メモリに書込むとき、書込み前に書
込み開始フラグを更新し、書込み終了後に書込み終了フ
ラグを更新する。電力供給が開始される度に、記憶装置
は、これら両フラグの更新回数が一致するか否かによっ
て、電力遮断前にデータの書込みが完全に終了したか否
かを判定することができる。

【０２３８】さらにまた本発明によれば、前記書込み開
始フラグと書込み終了フラグとは、上書き可能なフラグ
である。これによって、両フラグの書換えのためにメモ
リ領域のデータの消去回数を増加させることを防止する
ことができる。したがって、不揮発性メモリの寿命をさ
らに延ばすことができる。

【０２３９】また本発明によれば、記憶装置の不揮発性
メモリからデータを読出すとき、データ指定手段は、論
理セクタ空間内で開始位置とそのデータ量とだけを指定
する。記憶装置は論理セクタ空間のうちでデータが仮想
的に記憶された位置に対応する物理セクタを不揮発性メ
モリ内から検索して、そのセクタからデータを読出す。
これによって、不揮発性メモリ内に点在するセクタを、
連続したセクタであると仮想的にみなして、データを読
出すことが出来る。ゆえに、上述した消去回数の平均化
および消去回数の減少のための各種の処理に拘わらず、
容易にデータを読出すことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の一形態である記憶装置１の電気
的構成を表すブロック図である。

【図２】フラッシュメモリ３の物理セクタ空間Ｚａの具
体的な構造を表す模式図である。

【図３】フラッシュメモリ３の物理セクタ空間Ｚａと論
理セクタ空間Ｚｂとの関係を表す模式図である。

【図４】ファイル管理データの具体的な記憶内容を表す
模式図である。

【図５】ファイル管理データの具体的な記憶内容を表す
模式図である。

【図６】ファイル管理データの具体的な記憶内容を表す
模式図である。

【図７】ファイル管理データの具体的な記憶内容を表す
模式図である。

【図８】データの書込み処理の主制御動作を説明するた
めのフローチャートである。

【図９】メモリ６に記憶された新たなデータＹＡ〜ＹＣ
と物理セクタ空間Ｚａに記憶された元のデータＸＡ〜Ｘ
Ｃとの関係を表す模式図である。

【図１０】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１１】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１２】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１３】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１４】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１５】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１６】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１７】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図１８】書込み処理のステップａ８の記憶処理を詳細
に説明するためのフローチャートである。

【図１９】記憶処理のステップｂ７の再書込み処理を詳
細に説明するためのフローチャートである。

【図２０】記憶処理のステップｂ９の交換処理を詳細に
説明するためのフローチャートである。

【図２１】記憶処理のステップｂ１１のレベリング処理
を詳細に説明するためのフローチャートである。

【図２２】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図２３】物理セクタ空間Ｚａの具体的な記憶状態を表
す模式図である。

【図２４】データの読出し処理を説明するためのフロー
チャートである。

【図２５】チェック処理の第１復旧処理を説明するため
のフローチャートである。

【図２６】チェック処理の第２復旧処理を説明するため
のフローチャートである。

【符号の説明】 １ 記憶装置 ３ フラッシュメモリ ４ 中央制御装置 ５，６ メモリ ２２ 開始フラグ更新部 ２３ 終了フラグ更新部 ３１ データ記憶セクタ検索部 ３２ データ一致判定部 ３３ 書込み制御部 ３４ 上書き判定部 ３５ 空きセクタ検索部 ３６ ブロック検索部 ３７，４３ 転送制御部 ３８，４４ 消去制御部 ３９ 計数部 ４０ 回数判定部 ４１ 位置決定部 ４２ 読取り制御部 ５１ 重複セクタ判定部 ５２ セクタ復旧部 ５３ 予備ブロック判定部 ５４ 予備ブロック復旧部

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶すべきデータを個別に書込み／消去
   可能な複数のメモリ領域を含み、該メモリ領域のうちの
   少なくとも１つのメモリ領域を、データを記憶させない
   予備領域とする不揮発性メモリと、 各メモリ領域のデータの消去回数をそれぞれ計数する計
   数手段と、 計数手段によって計数された消去回数のうちで最大の消
   去回数と最小の消去回数との差分が、予め定める基準回
   数以上であるか否かを判定する消去回数判定手段と、消
   去回数判定手段によって差分が基準回数以上であると判
   定されたとき、消去回数が最小であるメモリ領域に記憶
   されたデータを予備領域に記憶させ、前記差分が基準回
   数未満であると判定されたとき休止する平準化用転送制
   御手段と、平準化用転送制御手段がデータを記憶させた
   後、消去回数が最小であるメモリ領域に記憶されたデー
   タを消去させて、該メモリ領域を予備領域とする平準化
   用消去制御手段とを含むことを特徴とする記憶装置。
2. 【請求項２】 データを個別に書込み可能な複数のセク
   タを含み、予め定める数のセクタからなるメモリ領域毎
   にデータが消去される不揮発性メモリに、データ供給手
   段から供給されたデータであってデータを識別するため
   の論理セクタ番号が付されたデータを記憶させる記憶装
   置において、不揮発性メモリは、全メモリ領域のうちの
   少なくとも１つをデータを記憶させない予備領域とし、
   セクタ毎にデータの消去の許可／禁止が定められ、 複数のメモリ領域のうちで予備領域以外の残余のメモリ
   領域内のセクタから、データ供給手段から供給されたデ
   ータと同じ論理セクタ番号のデータを記憶したセクタで
   あって、セクタのデータの消去が禁止されたセクタを検
   索するデータ記憶セクタ検索手段と、データ記憶セクタ
   検索手段によって検索されたセクタに記憶されたデータ
   と、データ供給手段から供給されたデータとが一致する
   か否かを判定するデータ一致判定手段と、 データ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタ
   に、データ供給手段から供給されたデータを、該セクタ
   に記憶されたデータを消去することなく書込むことがで
   きるか否かを判定する上書き判定手段と、 全メモリ領域のうちで予備領域以外の残余のメモリ領域
   内のセクタから、データが記憶されていないセクタを検
   索する第１空きセクタ検索手段と、データ一致判定手段
   によってデータが一致しないと判定されかつ上書き判定
   手段によってデータの書込みができないと判定された場
   合であって第１空きセクタ検索手段によってセクタが検
   索されないとき、全メモリ領域のうちで予備領域以外の
   前記残余のメモリ領域からデータの消去が許可されたセ
   クタが含まれたメモリ領域を検索し、データ一致判定手
   段によってデータが一致すると判定された場合、上書き
   判定手段によってデータの書込みができると判定された
   場合、および第１空きセクタ検索手段によってセクタが
   検索されたとき、メモリ領域の検索を休止するメモリ領
   域検索手段と、 メモリ領域検索手段によって検索されたメモリ領域のう
   ちでデータの消去が禁止されたセクタのデータを、予備
   領域に記憶させる交換用転送制御手段と、 交換用転送制御手段がデータを記憶させた後、メモリ領
   域検索手段によって検索されたメモリ領域の全セクタの
   データを消去させて、該メモリ領域を予備領域にする交
   換用消去制御手段と、交換用転送制御手段がデータを記
   憶させた後、全メモリ領域のうちで予備領域以外のメモ
   リ領域のうちから、データが記憶されないセクタを検索
   する第２空きセクタ検索手段と、 データ一致判定手段によってデータが一致すると判定さ
   れた場合、データの書込みを休止し、データが一致しな
   いと判定されてかつ上書き判定手段によってデータを書
   込むことができると判定された場合、データ記憶セクタ
   検索手段によって検索されたセクタにデータ供給手段か
   ら供給されたデータを書込み、データが一致しないと判
   定されてかつデータを書込むことができないと判定され
   た場合であって第１空きセクタ検索手段によってセクタ
   が検索されたとき、該セクタに前記データを書込んで該
   セクタのデータの消去を禁止しかつデータ記憶セクタ検
   索手段によって検索されたセクタのデータの消去を許可
   し、データが一致しないと判定されてかつデータを書込
   むことができないと判定された場合であって第１空きセ
   クタ検索手段によってセクタが検索されないとき、第２
   空きセクタ検索手段によって検索されたセクタに前記デ
   ータを書込んで該セクタのデータの消去を禁止し、かつ
   データ記憶セクタ検索手段によって検索されたセクタの
   データの消去を許可する書込み制御手段とを含むことを
   特徴とする記憶装置。
3. 【請求項３】 記憶すべきデータを個別に書込み可能な
   複数のセクタを含み、複数のセクタからなるメモリ領域
   毎にデータを消去し、全メモリ領域のうちの少なくとも
   １つのメモリ領域をデータを記憶させない予備領域とす
   る不揮発性メモリと、データを転送するべきメモリ領域
   を指定する指定手段と、 指定手段によって指定されたメモリ領域に記憶されたデ
   ータを予備領域に記憶させる転送制御手段と、 転送制御手段がデータを記憶させた後、指定手段によっ
   て指定されたメモリ領域に記憶されたデータを消去させ
   て、そのメモリ領域を予備領域とする消去制御手段と、 全メモリ領域のうちの予備領域の有無を判定する予備領
   域判定手段と、 予備領域判定手段によって予備領域がないと判定された
   とき、データの消去が禁止されたセクタを含まないメモ
   リ領域に記憶されたデータを消去して、該メモリ領域を
   予備領域にし、予備領域があると判定されたとき休止す
   る予備領域復旧手段とを含むことを特徴とする記憶装
   置。
4. 【請求項４】 記憶すべきデータを個別に書込み可能な
   複数のセクタを含み、複数のセクタからなるメモリ領域
   毎にデータを消去する不揮発性メモリであって、全メモ
   リ領域のうちの少なくとも１つのメモリ領域を、データ
   を記憶させない予備領域とし、各メモリ領域毎に予備領
   域であることを表す状態から予備領域ではないことを表
   す状態にビットを初期化することなく書換え可能な領域
   使用フラグを記憶する不揮発性メモリと、 データを転送するべきメモリ領域を指定する指定手段
   と、 予備領域の領域使用フラグを予備領域ではないことを表
   す状態に書換えて、指定手段によって指定されたメモリ
   領域に記憶されたデータを、予備領域に記憶させる転送
   制御手段と、 転送制御手段がデータを記憶させた後、指定手段によっ
   て指定されたメモリ領域に記憶されたデータを消去させ
   て、さらに領域使用フラグが予備領域であることを表す
   状態に書換える消去制御手段と、 領域使用フラグが予備領域であることを表すメモリ領域
   の有無を判定する予備領域判定手段と、予備領域判定手
   段によって予備領域がないと判定されたとき、領域使用
   フラグが初期状態であるメモリ領域の全セクタに記憶さ
   れたデータを消去して、該メモリ領域を予備領域にし、
   予備領域があると判定されたとき休止する予備領域復旧
   手段とをさらに含むことを特徴とする記憶装置。
5. 【請求項５】 データを個別に書込み可能な複数のセク
   タを含み、複数のセクタからなるメモリ領域毎にデータ
   が消去される不揮発性メモリに、データ供給手段から供
   給されたデータであってデータを識別するための論理セ
   クタ番号が付加されたデータを記憶させる記憶装置にお
   いて、 データ供給手段から供給されたデータとその論理セクタ
   番号とを、不揮発性メモリのうちでデータが記憶されて
   いないセクタに記憶させ、該セクタのデータの消去を禁
   止し、さらに全セクタの中で該セクタ以外の残余のセク
   タのうちで前記データの論理セクタ番号と同一の論理セ
   クタ番号を記憶したセクタのデータの消去を許可する書
   込み制御手段と、 不揮発性メモリの全セクタの中でデータの消去が禁止さ
   れたセクタのうちに、同じ論理セクタ番号を記憶したセ
   クタが複数あるか否かを判定する重複セクタ判定手段
   と、 重複セクタ判定手段によって前記セクタが複数あると判
   定されたとき、データが書込まれたタイミングが最も新
   しいセクタのデータの消去を許可し、前記セクタがない
   と判定されたとき休止するセクタ復旧手段をさらに含む
   ことを特徴とする記憶装置。
6. 【請求項６】 データを個別に書込み可能な複数のセク
   タを含み、複数のセクタからなるメモリ領域毎にデータ
   が消去される不揮発性メモリに、データ供給手段から供
   給されたデータであってデータを識別するための論理セ
   クタ番号が付加されたデータを記憶させる記憶装置にお
   いて、 前記不揮発性メモリは、セクタ毎に、データが書込まれ
   たタイミングを表す世代フラグと、データの消去の許可
   ／禁止を表しかつ禁止を表す状態から許可を表す状態に
   ビットを初期化することなく書換え可能な識別フラグと
   を記憶し、 不揮発性メモリのうちでデータが記憶されていないセク
   タに世代フラグを書込み、データ供給手段から供給され
   たデータとその論理セクタ番号を該セクタに書込み、該
   セクタの識別フラグを、禁止を表す状態に書換え、全セ
   クタの中で該セクタを除く残余のセクタのうちで前記デ
   ータの論理セクタ番号と同一の論理セクタ番号を記憶し
   たセクタに記憶された識別フラグを、許可を表す状態に
   書換える書込み制御手段と、 不揮発性メモリの全セクタの中で識別フラグがデータの
   消去の禁止を表すセクタのうちに、同じ論理セクタ番号
   を記憶したセクタが複数あるか否かを判定する重複セク
   タ判定手段と、 重複セクタ判定手段によって前記セクタが複数あると判
   定されたとき、世代フラグによって表されるタイミング
   が最も新しいセクタの識別フラグを許可を表す状態に書
   換え、前記セクタがないと判定されたとき休止するセク
   タ復旧手段をさらに含むことを特徴とする記憶装置。
7. 【請求項７】 データを書込み可能な不揮発性メモリ
   と、不揮発性メモリにデータ供給手段から供給され複数
   のデータからなるデータ群を記憶させる書込み制御手段
   とを含む記憶装置において、 不揮発性メモリは、データ群毎に、データ群の記憶開始
   を表す書込み開始フラグと、データ群の記憶終了を表す
   書込み終了フラグとを記憶し、 書込み制御手段がデータ群の記憶のための処理を開始す
   るとき、書込み開始フラグを更新して、不揮発性メモリ
   に記憶させる書込み開始フラグ更新手段と、 書込み制御手段がデータ群の記憶のための処理を終了し
   たとき、書込み終了フラグを更新して、不揮発性メモリ
   に記憶させる書込み終了フラグ更新手段と、 不揮発性メモリに記憶された書込み開始フラグと書込み
   終了フラグとの更新回数がが一致したとき、データ群の
   記憶のための処理が最後まで終了したと判定し、更新回
   数が一致しないとき、データ群の記憶のための処理が中
   断されたと判定する終了判定手段とをさらに含むことを
   特徴とする記憶装置。
8. 【請求項８】 前記書込み開始フラグと前記書込み終了
   フラグとは、ビットを初期化することなく書換えること
   ができるフラグであることを特徴とする請求項７記載の
   記憶装置。
9. 【請求項９】 データを記憶するための予め定める大き
   さのセクタを複数含む不揮発性メモリに、複数のデータ
   からなるデータ群であって、データを識別しかつデータ
   群内の該データの位置を表す論理セクタ番号が付加され
   たデータを記憶させる記憶装置において、 前記不揮発性メモリは、データ群のうちで先頭のデータ
   に付加された先頭論理セクタ番号とデータ群のうちで終
   端のデータに付加された終端論理セクタ番号とを含むデ
   ータ群管理データ、および各セクタと該セクタに記憶さ
   れたデータの論理セクタ番号との対応を表す対応データ
   を記憶し、 不揮発性メモリに記憶されたデータ群のうちでデータの
   読出しを開始するべき開始位置と、読出すべきデータの
   データ量とを指定する呼出し指定手段と、 データ指定手段によって指定された開始位置およびデー
   タ量と、不揮発性メモリに記憶された管理データと、各
   セクタの大きさとから、読出すべきデータに付加された
   論理セクタ番号と、該論理セクタ番号を記憶したセクタ
   内でデータの読出しを開始するべき開始アドレスと、前
   記セクタ内でデータの読出しを終了するべき終了アドレ
   スとを決定する決定手段と、 対応データを参照して、不揮発性メモリから決定手段に
   よって決定された論理セクタ番号を記憶したセクタを検
   索し、検索されたセクタに記憶されたデータのうちで開
   始アドレスから終了アドレスまでのデータを読出す読出
   し手段とを含む記憶装置。