KR101727349B1 - 비휘발성 메모리 및 오류들을 관리하기 위한 가속화된 기입후 판독을 사용한 방법 - Google Patents

Abstract

비휘발성 메모리에서 데이터 오류들은 사용에 따라 그리고 셀당 저장되는 고밀도의 비트들에 따라 불가피하게 증가한다. 메모리는 적은 오류로 동작하지만 저밀도 저장의 제 1 부분, 및 고밀도이지만 덜 확실한 저장을 갖고 동작하는 제 2 부분을 갖게 구성된다. 오류 관리는 제 2 부분에 카피한 후에 카피를 판독하고 체크하는 것을 제공한다. 카피가 과잉의 오류 비트들을 갖는다면, 제 2 또는 제 1 부분에 다른 위치에서 반복된다. 카피의 판독 및 체크는 이의 샘플만을 판독함으로써 가속화된다. 샘플은 이의 자신의 ECC를 가지며 샘플링된 카피 중에서 최악의 오류율을 나타내는 것으로 추정된 카피의 부분에서 선택된다. 일 실시예는 그룹의 각각의 복수-비트 메모리 셀의 한 비트로부터 취해진 샘플을 갖는다.

Description

비휘발성 메모리 및 오류들을 관리하기 위한 가속화된 기입후 판독을 사용한 방법{NON-VOLATILE MEMORY AND METHOD WITH ACCELERATED POST-WRITE READ TO MANAGE ERRORS}

이 출원은 반도체 플래시 메모리와 같은 재프로그램가능 비휘발성 메모리 시스템들의 동작에 관한 것으로, 특히 메모리 동작들에서 오류들의 취급 및 효율적 관리에 관한 것이다.

전하를 비휘발성으로 저장할 수 있는, 특히 소형 폼 팩터 카드로서 패키지되는 EEPROM 및 플래시 EEPROM 형태의 고체상태 메모리는 최근에 다양한 모바일 및 휴대 장치들, 특히 정보기기 및 소비자 전자제품들에서 선택되는 저장장치가 되었다. 고체상태 메모리이기도 한 RAM(random access momory)과는 달리, 플래시 메모리는 비휘발성이고 전원이 턴 오프 된 뒤라도 자신의 저장된 데이터를 보존한다. 또한, ROM(판독 전용 메모리)와는 달리, 플래시 메모리는 디스크 저장 장치와 유사하게 재기입할 수 있다. 높은 비용에도 불구하고 플래시 메모리는 점점 더 대량 저장응용들에서 사용되고 있다. 하드드라이브들 및 플로피 디스크들과 같은 회전하는 자기 매체에 기초한 종래의 대량 저장장치는 모바일 및 휴대 환경엔 적합하지 않다. 이것은 디스크 드라이브들이 부피가 커지기 쉽고, 기계적 고장이 나기 쉬우며 큰 레이턴시 및 큰 전력요건을 갖기 때문이다. 이들 바람직하지 못한 속성들로 인해서 디스크 기반의 저장장치는 대부분의 모바일 및 휴대 응용들에서 실현되지 못한다. 반면, 내장형이면서도 착탈가능한 카드 형태인 플래시 메모리는 이의 소형 크기, 저 전력 소비, 고속 및 고 신뢰도 특징으로 인해 모바일 및 휴대 환경에서 이상적으로 적합하다.

플래시 EEPROM은 전기적으로 프로그램가능한 판독전용 메모리(EPROM)는 소거될 수 있고 새로운 데이터가 이들의 메모리 셀들에 기입 또는 "프로그램"되게 할 수 있는 점에서 EEPROM(전기적 소거가능 및 프로그램가능한 판독전용 메모리)과 유사하다. 이들은, 전계효과 트랜지스터 구조에서, 소스영역과 드레인 영역 사이에 있는 반도체 기판 내 채널영역 위에 배치된 플로팅(비접속된) 도전성 게이트를 이용한다. 이때 제어 게이트는 플로팅 게이트 위에 설치된다. 트랜지스터의 임계전압 특징은 플로팅 게이트 상에 보존되는 전하량에 의해 제어된다. 즉, 플로팅 게이트 상에 소정 레벨의 전하에 대해서, 소스영역과 드레인 영역간에 도통이 되게 트랜지스터가 턴 "온"이 되기 전에 제어 게이트에 인가되어야 하는 대응하는 전압(임계)이 있다. 특히, 플래시 EEPROM과 같은 플래시 메모리는 메모리 셀들의 전체 블록들이 동시에 소거될 수 있게 한다.

플로팅 게이트는 일 범위의 전하들을 보존할 수 있고 따라서 임계 전압 윈도우 내의 임의의 임계 전압 레벨로 프로그램될 수 있다. 임계 전압 윈도우의 크기는 장치의 최소 및 최대 임계 레벨들에 의해 그 범위가 정해지는데, 이는 플로팅 게이트에 프로그램될 수 있는 일 범위의 전하들에 대응한다. 임계 윈도우는 일반적으로 메모리 장치의 특징들, 동작조건들 및 이력에 따른다. 윈도우 내의 각각의 서로 구별되고 해상가능한 임계전압 레벨의 범위는 원칙적으로 셀의 명확한 메모리 상태를 지정하는데 사용될 수 있다.

플래시 EEPROM 어레이의 각 저장 요소가 바이너리 모드에서 동작함으로써 단일 비트의 데이터를 저장하는 것이 현재 시판되는 제품들에서 일반적이며, 여기에서 저장 요소 트랜지스터들의 임계 레벨들의 두 범위들은 저장 레벨들로서 정의된다. 트랜지스터들의 임계 레벨들은 이들의 저장 요소들 상에 저장되는 전하 레벨들의 범위들에 대응한다. 메모리 어레이들의 크기를 축소시키는 것 외에, 경향은 한 비트 이상의 데이터를 각 저장 요소 트랜지스터에 저장함으로써 이러한 메모리 어레이들의 데이터 저장 밀도를 더욱 증가시키는 것이다. 이것은 각 저장 요소 트랜지스터에 대한 저장 상태들로서 2 이상의 임계 레벨들을 정의함으로써 달성되며, 현재는 이러한 4개의 상태들(저장 요소당 2 비트들의 데이터)이 상용 제품들에 포함되고 있다. 저장 요소당 16 상태들과 같은 더 많은 저장 상태들도 구현되고 있다. 각 저장 요소 메모리 트랜지스터는 실제로 동작될 수 있는 임계 전압들의 어떤 전체 범위(윈도우)를 가지며, 이 범위는 이를 위해 정의된 상태들의 수와 이에 상태들이 서로간에 명백하게 구별될 수 있게 하기 위한 상태들 사이에 마진들을 더한 것으로 분할된다. 명백히, 메모리 셀이 더 많은 비트들을 저장하게 구성될수록, 이것이 동작해야 하는 오류 마진은 더 작아지게 된다.

메모리 셀로서 작용하는 트랜지스터는 전형적으로 두 가지 메커니즘들 중 한 메커니즘에 의해 "프로그램된" 상태로 프로그램된다. "핫 전자 주입"에서, 드레인에 인가되는 하이(high) 전압은 기판 채널 영역을 지나는 전자들을 가속시킨다. 이와 동시에, 제어 게이트에 인가되는 하이 전압은 핫 전자들을 얇은 게이트 유전체를 통과해 플로팅 게이트로 가게 한다. "터널링 주입"에서는 하이 전압이 기판에 관하여 제어 게이트에 인가된다. 이렇게 하여, 기판으로부터 개재된 플로팅 게이트로 전자들이 가게 된다. 통상적으로 "프로그램"이라는 용어는 메모리 상태를 변경하기 위해 메모리 셀의 초기에 소거된 전하 저장 유닛에 전자들을 주입함으로써 메모리에 기입하는 것을 기술하기 위해 사용되었지만, 지금은 "기입" 또는 "기록"과 같은 보다 일반적인 용어들과 상호교환적으로 사용되었다.

메모리 장치는 많은 메커니즘들에 의해 소거될 수 있다. EEPROM에 있어서, 메모리 셀은 플로팅 게이트 내 전자들을 얇은 산화막을 통과하여 기판 채널 영역으로 터널링되게 하기 위해서(즉, 파울러-노다임 터널링) 제어 게이트에 관하여 기판에 하이 전압을 인가함으로써 전기적으로 소거될 수 있다. 통상적으로, EEPROM은 한 바이트씩 소거될 수 있다. 플래시 EEPROM에 있어서, 메모리는 한번에 전부 혹은 한번에 하나 이상의 최소 소거가능 블록들이 전기적으로 소거될 수 있는데, 여기서 최소 소거가능 블록은 하나 이상의 섹터들로 구성될 수 있고 각 섹터는 512 바이트 또는 그 이상의 바이트의 데이터를 저장할 수 있다.

메모리 장치는 전형적으로 카드 상에 실장될 수 있는 하나 이상의 메모리 칩들을 포함한다. 각 메모리 칩은 디코더들 및 소거, 기입 및 판독 회로들과 같은 주변 회로들에 의해 지원되는 메모리 셀들의 어레이를 포함한다. 더 정교한 메모리 장치들은 지능형의 고 레벨의 메모리 동작들 및 인터페이싱을 수행하는 제어기가 동반된다.

최근에 사용되는 많은 상업적으로 성공한 비휘발성 고체상태 메모리 장치들이 있다. 이들 메모리 장치들은 플래시 EEPROM일 수도 있고 혹은 서로 다른 유형들의 메모리 셀들을 채용할 수 있다. 플래시 메모리 및 시스템들 및 이들을 제조하는 방법들의 예들이 미국특허 5,070,032, 5,095,344, 5,315,541, 5,343,063, 5,661,053, 5,313,421, 6,222,762에 주어져 있다. 특히, NAND 스트링 구조들을 가진 플래시 메모리 장치가 미국특허 5,570,315, 5,903,495, 6,046,935에 기술되어 있다. 또한, 비휘발성 메모리 장치들은 전하를 저장하기 위한 유전층을 가진 메모리 셀들로부터 제조된다. 앞에서 기술된 도전성 플로팅 게이트 대신, 유전층이 사용된다. 유전 저장소자를 이용하는 이러한 메모리 장치들이, Eitan et al., "NROM: A Novel Localized Trapping, 2-Bit Nonvolatile Memory Cell" IEEE Electron Device Letters, vol. 21, no. 11, November 2000, pp. 543-545에 기술되어 있다. ONO 유전층은 소스 확산영역과 드레인 확산영역 사이의 채널을 가로질러 확장하여 있다. 한 데이터 비트용의 전하는 드레인에 인접한 유전층에 모이고 다른 데이터 비트용의 전하는 소스에 인접한 유전층에 모인다. 예를 들면, 미국특허 5,768,192 및 6,011,725는 두 개의 이산화실리콘층들 사이에 개재된 트랩 유전층을 구비한 비휘발성 메모리 셀을 개시하고 있다. 복수 상태 데이터 저장은 유전층 내 공간적으로 분리된 전하 저장 영역들의 바이너리 상태들을 개별적으로 판독함으로써 구현된다.

판독 및 프로그램 성능을 개선하기 위해서, 어레이 내 복수의 전하 저장소자들 또는 메모리 트랜지스터들은 병렬로 판독 또는 프로그램된다. 이에 따라, 한 "페이지"의 메모리 소자들은 함께 판독 혹은 프로그램된다. 현존의 메모리 아키텍처들에서, 한 행은 전형적으로 몇개의 인터리빙된 페이지들을 내포하거나 한 페이지를 구성할 수도 있다. 한 페이지의 모든 메모리 소자들은 함께 판독 또는 프로그램될 것이다.

기입된 데이터 내 오류들

자기 디스크 저장 시스템들을 포함하여, 다른 것들만이 아니라, 본원에 기술된 메모리 시스템들의 유형들에서, 저장되는 데이터의 무결성은 오류 정정 기술을 사용하여 유지된다. 대부분 공통적으로, 한번에 저장되고 데이터와 함께 ECC가 저장되는 각 섹터 혹은 이외 다른 단위의 데이터에 대해 오류 정정 코드(ECC)가 계산된다. ECC는 대부분 공통적으로 ECC가 계산된 단위 그룹의 데이터와 함께 저장된다. 단위 그룹의 사용자 데이터는 섹터 또는 복수-섹터 페이지일 수 있다. 이 데이터가 메모리로부터 판독될 때, 판독되는 사용자 데이터의 무결성을 판정하기 위해 ECC가 사용된다. 단위 그룹의 데이터 내에 데이터의 오류 비트들은 흔히 ECC를 사용하여 정정될 수 있다.

경향은 시스템에 더 많은 메모리 셀들을 둘 수 있고 더 작은 호스트 장치들에 맞게 시스템을 가능한 한 작게 하기 위해서 메모리 시스템들의 크기를 감소시키는 것이다. 메모리 용량은 회로들의 고 집적과 더 많은 비트들의 데이터를 저장하게 각 메모리 셀을 구성하는 것을 겸함으로써 증가된다. 두 기술들은 증가하는 더 엄격한 오류 마진을 갖고 메모리가 동작할 것을 요구한다. 이에 따라 이것은 오류들을 정정할 것을 ECC에게 더 많이 요구한다.

ECC는 소정 수의 오류 비트들을 정정하게 설계될 수 있다. 더 많은 비트들을 정정해야 할수록, ECC는 더 복잡해지고 더 계산 집약적이 될 것이다. 질적인 보증을 위해서, 종래의 ECC는 메모리 장치의 수명 말기에 예상되는 최악의 경우의 셀 오류율에 기초하여 설계된다. 이에 따라, 이들은 통계적 모집단의 오류율의 맨 끝까지 최대 수의 오류 비트들을 정정해야 한다.

플래시 메모리가 연수가 지남에 따라, 이의 오류율은 장치의 수명 말기에 급속히 증가한다. 이에 따라, 최악의 경우에 대해 설계된 강력한 ECC는 메모리 장치의 수명 말기에 오로지 이의 최대 용량을 적용해야 할 것이다.

최악의 경우의 수의 오류 비트들을 정정하기 위해 ECC를 사용하는 것은 상당량의 처리 시간을 소비할 것이다. 더 많은 비트들을 정정해야 할수록, 더 많은 계산시간이 요구된다. 메모리 성능은 저하될 것이다. 적합한 시간량 내에 ECC를 수행하기 위해 추가의 전용 하드웨어가 구현될 수도 있다. 이러한 전용 하드웨어는 제어기 ASIC 칩 상에 상당량의 공간을 차지할 수 있다. 또한, 장치의 대부분의 사용 시간 동안, ECC는 단지 미미하게 이용되므로, 이의 큰 오버헤드들이 낭비되고 실제적 잇점들을 실현하지 못하게 된다.

따라서, 최악의 경우에 대해 설계된 것에 대해 자원 집약적 ECC에 대한 필요성이 없는 고 저장 용량의 비휘발성 메모리를 제공할 필요성이 있다.

오류율을 제어하기 위해 고 밀도 메모리 부분에서 저 오류율 메모리 부분으로 적응형으로 데이터를 재기입

발명의 일반적인 면에 따라서, 메모리 셀들의 어레이를 갖는 플래시 메모리가 제 1 부분 및 제 2 부분을 갖게 구성되는 기입후 판독 오류 관리가 제공된다. 제 2 부분은 고 밀도로 데이터를 저장하며 제 1 부분에 비해 더 작은 오류 마진을 갖고 동작한다. 데이터는 효율적 저장을 위해 제 2 부분에 기입된다. 이후에, 데이터는 과잉의 오류비트들에 대해 체크하기 위해 기입 후 판독 동작에서 다시 판독된다. 오류 비트들이 소정의 량을 초과하였다면, 데이터는 오류가 덜 나기 쉬운 제 1 부분에 재기입되거나 이에 유지된다. 이것은 데이터를 메모리에 기입함에 기인한 오류 비트들의 최대 수에 제한을 둔다. 오류율들의 통계적 분포에서, 제한은 분포의 맨 끝(더 큰 오류들을 가진)이 무시될 수 있도록 분포의 표준편차 수(number standard derivations)에 제한을 나타낸다. 이것은 더 작고 더 효율적인 오류 정정 코드("ECC")가 더 적은 수의 오류들 비트들을 정정하게 설계될 수 있게 하여, 성능을 개선하고 메모리의 비용을 감소시킨다.

바람직한 일실시예에서, 제 1 부분은 1 비트의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 가지며, 제 2 부분은 1 이상의 비트의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 갖는다.

대안적 실시예에서, 제 1 부분은 인입 데이터를 위한 캐시로서 작용하며, 따라서 입력 데이터의 캐시 카피는 캐시에 프로그램된다. 이어서, 데이터의 제 1 카피는 제 2 부분에 프로그램된다.

기입후 판독이 제 1 카피에 과도한 량의 오류를 검출하지 않았다면, 제 1 카피는 유효한 것으로 간주될 것이며 후속되는 액세스는 제 1 카피에 액세스하게 될것이다. 한편, 기입후 판독이 제 1 카피에 과도한 량의 오류를 검출하였다면, 제 1 부분 내 캐시된 카피는 제 2 부분 내 제 1 카피를 유효 데이터로서 대체할 것이다. 제 1 카피는 폐용이 될 것이며, 후속 액세스는 캐시된 카피에 보내질 것이다.

바람직한 실시예에서, 제 1 부분에는 제 1 섹션 및 제 2 섹션이 더욱 제공된다. 인입 데이터는 제 1 부분의 제 1 섹션에 캐시되며, 데이터의 제 1 카피는 제 2 부분에 기입된다. 이후에, 제 2 부분에 제 1 카피는 과잉의 오류 비트들에 대해 체크하기 위해 다시 판독된다. 오류 비트들이 소정 량을 초과하였다면, 인입 데이터의 제 2 카피는 제 1 부분의 제 2 섹션에 기입된다.

또 다른 바람직한 실시예에 따라, 메모리 어레이에는 집적회로 칩 상에 한 세트의 데이터 래치들이 제공되며, 제 1 카피 내 오류 비트들의 체크는 제 1 카피 및 캐시된 카피를 한 세트의 데이터 래치들에 로드하고 한 세트의 데이터 래치들에서 비교함으로써 달성된다.

대안적 실시예에서, 기입후 판독이 제 1 카피에서 과도한 량의 오류를 검출한 후에, 제 1 부분에 캐시된 카피는 제 2 부분에 제 1 카피를 유효 데이터로서 대체할 것이다. 제 1 카피는 폐용이 될 것이며, 제어기(도 1 참조)의 펌웨어에 구현된 블록 관리 시스템에 디렉토리는 후속되는 액세스를 캐시된 카피에 보내기 위해 업데이트될 것이다.

이에 따라, 메모리의 고밀도 저장 부분에 기입할 때, 기입후 판독은 오류율이 규정된 제한 내에 있는지 체크한다. 그렇지 않다면, 데이터는 메모리의 오류가 덜 나기 쉬운 다른 부분에 재기입되거나 이에 유지된다. 오류가 덜 나기 쉬운 부분은 전형적으로 고밀도 저장 부분에 비해 셀당 적은 수의 데이터 비트들을 저장하는 각 메모리 셀을 갖는다. 고밀도 메모리에의 기입후에 발생하는 오류들을 제어하고 제한시키는 메커니즘을 제공하고, 고밀도 메모리에서 카피가 과잉의 오류들을 갖는다면 오류를 덜 갖고 재기입 데이터에의 두 번째 기회를 제공함으로써 ECC가 정정할 필요가 있을 오류들 비트들의 수는 현저히 감소된다. 잇점은 약간 추가의 기입후 판독을 대가로 그리고 저밀도 메모리 부분에 빈번하지 않은 추가의 재기입들로 얻어진다.

예를 들면, 메모리의 고밀도 저장 부분은 3 비트들의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 갖는다. 오류가 덜 나기 쉬운 부분은 1 비트의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 갖는다. 6σ의 종래의 최악의 경우의 수법 대신 오류율들을 3 표준편차들(3σ) 이내로 제한시킴으로써 ECC는 42 비트들 대신 4비트들만을 정정할 필요가 있는 것으로 추정된다. 3σ로 제한시키는 것은 모집단의 0.13%가 4 비트들을 초과하는 오류율들을 가질 것으로 예상된다는 것이다. 발생되는 비용은 4 이상의 오류 비트들(모집단의 0.13%)을 갖는 고밀도 저장에 기입되는 데이터는 오류 한계를 초과하는 것을 피하기 위해 간단히 저 밀도 저장에 데이터가 기입되게 하거나 이에 유지되게 할 것이라는 것이다. 비교하여, 종래의 수법에서, 기입 오류들에 대해 42 비트들을 정정하기 위해 최악의 경우에 대해 설계된 ECC는 이 시간의 대부분 동안 훨씬 더 적은 수의 비트들을 정정하기만 하면 될지라도, 항시 큰 오버헤드를 수반한다.

향상된 기입후 판독 오류 관리

발명의 또 다른 면에서, 향상된 기입후 판독 오류 관리가 구현된다. 기입후 판독 오류 관리는 메모리 장치의 수명 초기엔 활성화되지 않는다. 수명 초기에 메모리 장치의 오류율은 매우 낮으며 기입후 판독을 동작시킬 필요성이 없다. 이것은 기입후 판독을 행하기 위한 시간을 낭비하는 것을 피하게 한다. 메모리 장치가 사용을 통해 연수가 지남에 따라, 장치가 소정의 연수가 되었을 때 발명의 향상된 기입후 판독 및 오류 관리가 활성화된다.

바람직한 실시예에서, 메모리 장치의 연수는 각 소거 블록의 메모리 셀들에 대해 유지된 핫 카운트에 의해 판정된다. 핫 카운트는 내구성 또는 소거 블록이 소거 및 프로그램 동작들을 통해 사이클링된 횟수를 추적한다. 소거 블록의 핫 카운트가 소정의 핫 카운트 임계값을 지났을 때는 언제나, 향상된 기입후 판독 오류 관리가 개시되고 메모리 장치의 수명 말기까지 동작할 것이다.

발명의 또 다른 면의 바람직한 실시예에서, 메모리의 고밀도 저장 부분(D3)은 3 비트들의 데이터를 저장하는 각 메모리를 갖는다. 메모리의 덜 오류가 나기 쉬운 저밀도 저장 부분(D1)은 1 비트들의 데이터를 저장하는 각 메모리를 갖는다. 입력 데이터는 먼저 D1에 저장되고 이어서 D3에 폴딩(fold)된다. 향상된 기입후 판독 오류 관리가 활성화되었을 때, D3 내 현재 채워진 블록은 다시 판독되고, 오류율이 소정의 임계값을 초과한다면, 현재의 D3 블록은 거절되고 재시도가 행해져 데이터가 새로운 D3 블록에 다시 폴딩된다. 새로운 D3 블록은 다시 판독되고 과잉의 오류율에 대해 체크된다. 새로운 D3 블록이 통과한다면, 이것은 양호한 데이터를 갖는 것이며 D1 내 원 데이터를 폐용이 되게 한다. 새로운 D3 블록이 다시 과잉의 오류율을 보인다면, 새로운 D3 블록은 다시 폐기된다. 소정 회수의 재시도들 후에 과잉의 오류율이 지속된다면, 어떠한 더 이상의 재시도도 시도되지 않으며 D1에서 D3으로의 폴딩 동작은 그만두어 원 데이터는 D1에 유지된다. 이때 메모리 장치는 추가의 프로그래밍 동작들에 대해 너무 노후된 것으로 간주되고 메모리 장치에 저장된 현존의 데이터의 무결성을 보존하기 위해 판독만 되게 한다.

가속화된 기입후 판독

발명의 또 다른 면에 따라서, 어떤 것이 기입되었는지를 체크하기 위해 모든 메모리 셀들을 기입후 판독하는 것은 많은 시간 및 시스템 자원들을 소비할 수도 있을 것는 것으로 이 대신에, 기입후 판독은 유사한 오류율을 가진 모집단의 메모리 셀들을 나타내는 작은 한 샘플의 메모리 셀들에만 수행된다. 샘플의 기입후 판독이 소정의 값 이내의 오류율을 나타낼 때, 모집단은 체크를 통과한 것으로 가정된다. 그렇지 않다면, 모집단의 셀들에 이전에 기입된 데이터는 너무 많은 오류를 가진 것으로 간주되고 동일 영역 내 다른 위치에 혹은 본시 낮은 오류율을 갖는 메모리의 다른 영역에 다시 재기입된다.

비휘발성 메모리에서 데이터 오류들은 사용에 따라 그리고 셀당 저장되는 고밀도의 비트들에 따라 불가피하게 증가한다. 메모리는 적은 오류로 동작하지만 저밀도 저장의 제 1 부분, 및 고밀도이지만 덜 확실한 저장을 갖고 동작하는 제 2 부분을 갖게 구성된다. 오류 관리는 제 2 부분에 카피한 후에 카피를 판독하고 체크하는 것을 제공한다. 카피가 과잉의 오류 비트들을 갖는다면, 제 2 또는 제 1 부분에 다른 위치에서 반복된다. 카피의 판독 및 체크는 이의 샘플만을 판독함으로써 가속화된다. 샘플은 이의 자신의 ECC를 가지며 샘플링된 카피 중에서 최악의 오류율을 나타내는 것으로 추정된 카피의 부분에서 선택된다.

일실시예에서, 체크될 샘플은 워드라인 상에 일 그룹의 셀에 기입된 모든 ECC 페이지들의 부분이다. 특히, 부분은 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 모든 ECC 페이지들 중 하나이다.

또 다른 실시예에서, 체크될 샘플은 블록 내 일 그룹의 셀들에 기입되는 모든 ECC 페이지들의 부분이다. 블록은 이 내에 함께 소거될 수 있는 모든 셀들을 갖는다. 특히, 부분은 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 모든 ECC 페이지들 중 하나이다.

상술한 바와 같이, 본 발명에 따르면, 반도체 플래시 메모리와 같은 재프로그램가능 비휘발성 메모리 시스템들의 동작에 있어서, 효과적으로 오류들을 취급하고, 효율적으로 관리할 수 있다.

도 1은 본 발명의 특징들이 구현되는 메모리 장치와 통신하는 호스트를 도시한 것이다.
도 2는 비휘발성 메모리 셀을 개요적으로 도시한 것이다.
도 3은 메모리 셀들의 NOR 어레이의 예를 도시한 것이다.
도 4는 예를 들면 NAND 구성으로 구성되고 병렬로 감지 또는 프로그램되는 한 페이지의 메모리 셀들을 도시한 것이다.
도 5a는 메모리 셀들의 어레이에 대해 한 뱅크의 p개의 감지 모듈들을 내포하는 도 1에 도시된 감지 모듈들을 상세히 도시한 것이다.
도 5b는 감지 증폭기을 포함하는 감지 모듈을 도시한 것이다.
도 6은 소거가능한 블록들로 구성되는 메모리 어레이의 예를 개요적으로 도시한 것이다.
도 7은 각 셀이 2개의 가능한 상태들 중 한 상태에 있는 모집단의 셀들을 갖는 바이너리 메모리를 도시한 것이다.
도 8은 각 셀이 8개의 가능한 상태들 중 한 상태에 있는 모집단의 셀들을 갖는 복수-상태 메모리를 도시한 것이다.
도 9는 ECC 필드를 내포하는 데이터 페이지를 개요적으로 도시한 것이다.
도 10a는 다양한 범위들의 표준편차들 σ에서 모집단의 백분률을 가진 오류율의 정규분포를 도시한 것이다.
도 10b는 표 형태로 도 10a의 분포를 도시한 것이다.
도 11은 플래시 메모리에 대한 오류들의 주 원인을 열거한 표이다.
도 12는 예시한 메모리 장치의 수명 초기 및 말기에 이 장치에 대한 추정된 총 오류들을 나타낸 표이다.
도 13은 종래의 ECC가 최악의 경우의 총 오류 E_TOT를 정정하게 설계되어야 함을 예시한 표이다.
도 14a는 발명의 바람직한 실시예에 따라 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이다.
도 14b는 도 14a의 메모리 어레이의 제 1 부분에 데이터 페이지의 제 2 카피의 재기입을 도시한 것이다.
도 15는 도 14a 및 도 14b에 기술된 실시예에 따라 기입후 판독 및 적응형 재기입의 프로세스를 예시한 흐름도이다.
도 16a은 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이며, 발명의 바람직한 실시예에 따라 제 1 부분에는 캐시 섹션 및 재기입 섹션이 더 제공된다.
도 16b는 기입후 판독의 바람직한 실시예에 따른 페이지 비교 기술을 도시한 것이다.
도 16c는 기입후 판독이 제 2 부분에 데이터 페이지에 과도한 량의 오류를 판정한 후에 제 1 부분에의 재기입을 도시한 것이다.
도 17은 도 16a 내지 도 16c에 기술된 실시예에 따라 기입후 판독 및 적응형 재기입의 프로세스를 도시한 흐름도이다.
도 18은 소거 블록들로 구성된 메모리를 도시한 것이다.
도 19는 핫 카운트에 의해 판정되는 소정의 정도까지 메모리 장치의 연수가 지났을 때 활성화되는 오류 관리를 도시한 흐름도이다.
도 20a는 발명의 바람직한 실시예에 따라 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이다.
도 20b는 도 20a의 D3 블록이 기입후 판독 테스트에 실패한 다른 예를 도시한 것이다.
도 20c는 도 20b의 새로운 D3 블록이 기입후 판독 테스트에 다시 실패한 또 다른 예를 도시한 것이다.
도 21은 향상된 기입후 판독 오류 관리에 연관된 파라미터들의 예를 예시한 표이다. 표는 바람직하게는 메모리에 저장된 파일 시스템 구성 파일에 유지된다.
도 22a는 D1에서 D3으로의 폴딩을 갖는 메모리에 적용되는 EPWR 오류 관리의 바람직한 구현을 도시한 흐름도이다.
도 22b는 향상된 기입후 판독 오류 관리의 장치-연수에 종속적인 활성화 특징을 더 상세히 예시한 것이다.
도 22c는 향상된 기입후 판독 오류 관리의 바람직한 구현을 상세히 도시한 것이다.
도 23(0) - 도 23(3)은 바람직한 2-비트 논리 코드("LM" 코드)로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 페이지별 프로그래밍을 예시한 것이다.
도 24a는 2-비트 LM 코드로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 하위 비트를 구별하기 위해 요구되는 판독 동작을 도시한 것이다.
도 24b는 2-비트 LM 코드로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 상위 비트를 구별하기 위해 요구되는 판독 동작을 도시한 것이다.
도 25(0) - 도 25(4)는 바람직한 3-비트 논리 코드("LM" 코드)로 엔코딩되는 8-상태 메모리의 프로그래밍을 도시한 것이다.
도 26a는 도 9에 도시된 것과 유사한 ECC 필드를 내포하는 ECC 페이지를 개요적으로 도시한 것이다.
도 26b는 데이터 페이지를 구성하는 복수의 ECC 페이지들을 도시한 것이다.
도 27은 가속화된 PWR의 일반적 실시예를 도시한 흐름도이다.
도 28은 도 27에 도시된 가속화된 PWR의 바람직한 실시예를 도시한 흐름도이다.
도 29는 워드라인 상에 일 그룹의 3-비트 메모리 셀들이 기입된 후에 기입후 판독을 위해 선택된 샘플을 도시한 것이다.

메모리 시스템

도 1은 본 발명의 특징들이 구현되는 메모리 장치와 통신하는 호스트를 도시한 것이다. 호스트(80)는 전형적으로 메모리 장치(90)에 저장될 데이터를 보내거나 메모리 장치(90)를 판독함으로써 데이터를 인출한다. 메모리 장치(90)는 제어기(102)에 의해 관리되는 하나 이상의 메모리 칩(100)을 포함한다. 메모리 칩(100)은 각 셀이 복수 비트들의 데이터를 저장하기 위한 복수-레벨 셀("MLC")로서 구성될 수 있는 메모리 셀들의 메모리 어레이(200)를 포함한다. 또한, 메모리 칩은 감지 모듈들(480), 데이터 래치들(430) 및 I/O 회로들(440)과 같은 주변 회로들 을 포함한다. 온-칩 제어 회로(110)는 각 칩의 저-레벨 메모리 동작들을 제어한다. 제어 회로(110)는 메모리 어레이(200) 상에서 메모리 동작들을 수행하기 위해 주변 회로들과 공조하는 온-칩 제어기이다. 제어 회로(110)는 전형적으로 메모리 동작들의 칩 레벨 제어를 제공하기 위해 상태머신(112)을 포함한다.

많은 구현들에서, 호스트(80)는 제어기(102)를 통해 메모리 칩(100)과 통신하며 상호작용한다. 제어기(102)는 메모리 칩과 공조하며 고 레벨 메모리 동작들을 제어하고 관리한다. 예를 들면, 호스트 기입에서, 호스트(10)는 호스트의 운영 시스템의 파일 시스템으로부터 할당된 논리 섹터들에 메모리 어레이(100)에 기입될 데이터를 보낸다. 제어기 내 구현된 메모리 블록 관리 시스템은 섹터들을 스테이지(stage)하고 이들을 메모리 어레이의 물리 구조에 매핑하여 저장한다.

바람직한 블록 관리 시스템은 전체 개시된 바를 참조로 본원에 포함시키는 2010년 7월 8일에 공개된 미국특허출원 공개 2010/0172180 A1에 개시되어 있다.

펌웨어(60)는 제어기(102)의 기능들을 구현하기 위해 코드들을 제공한다. 오류 정정 코드("ECC") 프로세서(62)는 메모리 장치의 동작들 동안 ECC를 처리한다. 또 다른 실시예에서, 제어기(102)는 호스트 내에 구현된다.

물리 메모리 구조

도 2는 비휘발성 메모리 셀을 개요적으로 도시한 것이다. 메모리 셀(10)은 플로팅 게이트 또는 유전층과 같은 전하 저장 유닛(20)을 가진 전계-효과 트랜지스터에 의해 구현될 수 있다. 또한, 메모리 셀(10)은 소스(14), 드레인(16), 및 제어 게이트(30)를 포함한다.

최근에 사용되는 많은 상업적으로 성공한 비휘발성 고체상태 메모리 장치들이 있다. 이들 메모리 장치들은 서로 다른 유형들의 메모리 셀들을 채용할 수 있고, 그 각각의 유형은 하나 이상의 전하 저장 소자를 갖는다. 전형적인 비휘발성 메모리 셀들은 EEPROM 및 플래시 EEPROM을 포함한다. EEPROM 셀들 및 이들을 제조하는 방법들의 예들은 미국특허 5,595,924에 주어져 있다. 플래시 EEPROM 셀들의 예들, 메모리 시스템들에서 이들의 사용들 및 이들을 제조하는 방법들은 미국특허 5,070,032, 5,095,344, 5,315,541, 5,343,063, 5,661,053, 5,313,421, 6,222,762에 주어져 있다. 특히, NAND 셀 구조들을 가진 메모리 장치들의 예들은 미국특허 5,570,315, 5,903,495, 6,046,935에 기술되어 있다. 또한, 유전체 저장 요소를 이용하는 메모리 장치들의 예들은 Eitan et al., "NROM: A Novel Localized Trapping, 2-bit Nonvolatile Memory Cell" IEEE Electron Device Letters, vol. 21, no. 11, November 2000, pp. 543-545, 및 미국특허 5,768,192 및 6,011,725에 기술되어 있다.

실제로, 셀의 메모리 상태는 일반적으로 기준 전압이 제어 게이트에 인가될 때 셀의 소스 전극 및 드레인 전극을 지나는 도통 전류를 감지함으로써 판독된다. 따라서, 셀의 플로팅 게이트 상에 각각의 주어진 전하에 대해서, 고정된 기준 제어 게이트 전압에 관하여 대응하는 도통 전류가 검출될 수 있다. 반대로, 임계 전압은 주어진 전하로 셀을 턴 온 시킬 제어 게이트 상에 전압으로서 정의된다. 유사하게, 플로팅 게이트에 프로그램될 수 있는 한 범위의 전하는 대응하는 임계 전압 윈도우 또는 대응하는 도통 전류 윈도우를 정의한다.

대안적으로, 분할된 전류 윈도우 중에서 도통 전류를 검출하는 대신에, 제어 게이트에 테스트 하에 소정의 메모리 상태에 대해 임계 전압을 설정하고 도통 전류가 임계 전류보다 낮은지 아니면 높은지를 검출하는 것이 가능하다. 일 구현에서, 임계 전류에 관하여 도통 전류의 검출은 도통 전류가 비트라인의 정전용량 또는 기지의 커패시터를 통해 방전하는 율을 검사함으로써 달성된다.

위에 기술된 바로부터 알 수 있는 바와 같이, 메모리 셀에 저장할 상태들을 더 많게 할수록, 메모리 셀의 임계 윈도우는 더 미세하게 분할된다. 예를 들면, 메모리 장치는 -1.5V 내지 5V의 범위인 임계 윈도우를 갖는 메모리 셀들을 가질 수 있다. 이것은 6.5V의 최대 폭을 제공한다. 메모리 셀이 16 상태들을 저장하는 것이라면, 각각의 상태는 임계 윈도우에서 200 mV 내지 300 mV를 점유할 수 있다. 이것은 요구되는 분해능을 달성할 수 있기 위해서 프로그래밍 및 판독 동작들에서 더 높은 정밀도를 요구할 것이다.

메모리 어레이(200)는 전형적으로 행들 및 열들로 배열된 메모리 셀들의 2차원 어레이로서 구성되고 워드라인들 및 비트라인들에 의해 어드레스될 수 있다. 어레이는 NOR 유형 또는 NAND 유형 아키텍처에 따라 형성될 수 있다.

도 3은 메모리 셀들의 NOR 어레이의 예를 도시한 것이다. 메모리 어레이(200)에서, 메모리 셀들의 각 행은 이들의 소스들(14) 및 드레인들(16)에 의해 데이터 체인 형식으로 연결된다. 이 설계를 가상접지 설계라고도 한다. 행 내 셀들(10)은 이들의 제어 게이트들(30)이 워드라인(42)과 같은 워드라인에 연결되어 있다. 열 내에 셀들은 이들의 소스들 및 드레인들이 비트라인들(34, 36)과 같은 선택된 비트라인들에 각각 연결된다.

도 4는 예를 들면 NAND 구성으로 구성되고 병렬로 감지 또는 프로그램되는 한 페이지의 메모리 셀들을 도시한 것이다. 도 4는 근본적으로 메모리 어레이(200) 내 한 뱅크의 NAND 스트링들(50)을 도시한 것이다. NAND 스트링(50)은 소스들 및 드레인들이 데이지-체인으로 연결된 직렬의 메모리 트랜지스터들(예를 들면, 4, 8, 16 또는 그 이상)로 구성된다. 한쌍의 선택 트랜지스터들(S1, S2)은 각각 NAND 스트링의 소스 단자 및 드레인 단자를 통해 외부에 메모리 트랜지스터 체인의 연결을 제어한다. 메모리 어레이에서, 소스 선택 트랜지스터(S1)가 턴 온 되었을 때, 소스 단자는 소스 라인(34)에 결합된다. 유사하게, 드레인 선택 트랜지스터(S2)가 턴 온 되었을 때, NAND 스트링의 드레인 단자는 메모리 어레이의 비트라인(36)에 결합된다. 체인에 각 메모리 트랜지스터(10)는 메모리 셀로서 작용한다. 이것은 의도된 메모리 상태를 나타내기 위해 소정량의 전하를 저장하기 위한 전하 저장 요소(20)를 갖는다. 각 메모리 트랜지스터의 제어 게이트는 판독 및 기입 동작들에 대해 제어할 수 있게 한다. 한 행의 NAND 스트링의 대응하는 메모리 트랜지스터들의 제어 게이트들은 모두 동일 워드라인(이를테면 WL0, WL1,...)에 연결된다. 유사하게, 선택 트랜지스터들(S1, S2)(각각 선택 라인들(SGS, SGD)에 의해 액세스되는) 각각의 제어 게이트는 각각 이의 소스 단자 및 드레인 단자를 통해 NAND 스트링에의 제어 액세스를 제공한다.

NAND 스트링 내에 어드레스된 메모리 트랜지스터(10)가 판독되거나 프로그래밍 동안 검증될 때, 이의 제어 게이트에는 공통의 워드라인을 통해 적합한 전압이 공급된다. 동시에, NAND 스트링(50)에 나머지 비-어드레스된 메모리 트랜지스터들은 이들의 제어 게이트들 상에 충분한 전압의 인가에 의해 완전히 턴 온 된다. 이렇게 하여, 도전성 경로가 개개의 메모리 트랜지스터의 소스로부터 NAND 스트링의 소스 단자로, 그리고 마찬가지로 개개의 메모리 트랜지스터의 드레인에 대해선 셀의 드레인 단자로 유효하게 생성된다. 이러한 NAND 스트링 구조들을 가진 메모리 장치들이 미국특허 5,570,315, 5,903,495, 6,046,935에 기술되어 있다.

페이지(70)과 같은 "페이지"는 병렬로 감지 또는 프로그램될 수 있는 일 그룹의 메모리 셀들이다. 이것은 대응하는 한 페이지의 감지 증폭기들에 의해 달성된다. 예를 들면, 페이지(70)는 행을 따라 있으며 워드라인(WL3)에 공통으로 연결되는 페이지의 셀들의 제어 게이트들에 인가되는 감지 전압에 의해 감지된다. 각 열을 따라, 셀(10)과 같은 각 셀은 비트라인(36)을 통해 감지 증폭기에 의해 액세스될 수 있다. 위에 언급된 페이지는 물리 페이지 메모리 셀들 또는 감지 증폭기들이다. 맥락에 따라, 각 셀이 저장하고 있는 경우에.

감지 회로들 및 기술들

도 5a는 메모리 셀들의 어레이에 대해 한 뱅크의 p개의 감지 모듈들을 내포하는 도 1에 도시된 감지 모듈들을 상세히 도시한 것이다. 병렬로 동작하는 전체 한 뱅크의 p 감지 모듈들(480)은 한 행을 따른 한 그룹(또는 물리 페이지)의 p 셀들(10)이 병렬로 판독 또는 프로그램될 수 있게 한다. 근본적으로, 감지모듈1은 셀1에 전류(I₁)을 감지할 것이며, 감지모듈2는 셀2에 전류(I₂)을 감지할 것이며,...감지모듈 p는 셀p에 전류(I_p)를 감지할 것이다, 등등. 소스 라인(34)에서 결집 노드(CLSRC)로 그리고 이로부터 접지로 흘러나가는 페이지에 대한 총 셀 전류(i_TOT)는 p 셀들 내 모든 전류들의 합이 될 것이다.

종래의 메모리 아키텍처에서, 한 공통의 워드라인을 가진 한 행의 메모리 셀들은 2 이상의 페이지들을 형성하는데, 여기서 한 페이지 내 메모리 셀들이 병렬로 판독 및 프로그램된다. 2개의 페이지들을 가진 한 행의 경우, 한 페이지는 우수 비트라인들에 의해 액세스되고 다른 한 페이지는 기수 비트라인들에 의해 액세스된다. 한 물리 페이지의 감지회로들은 언제든 우수 비트라인들에 결합되거나 아니면 기수 비트라인들에 결합된다.

현재 생산되는 칩들에서, 물리 페이지는 64k이거나 더 클 수 있다. 바람직한 실시예에서, 그룹은 연속한 전체 한 행의 셀들이다. 이것이, 페이지가 각각 인접 비트라인들에 결합된 한 행의 인접 메모리 셀들로부터 구성되는 소위 "전(all) 비트라인" 아키텍처이다.

도 5b는 감지 증폭기를 포함하는 감지 모듈을 도시한 것이다. 감지 증폭기(490)는 셀의 도통 전류가 기준 레벨 이상이거나 미만임을 검출한다. 감지된 결과들은 대응하는 한 세트의 래치들(430)(도 1 참조)에 래치된다.

소거 블록들

플래시 메모리와 다른 유형의 메모리 간에 한 중요한 차이는 셀이 소거된 상태로부터 프로그램되어야 한다는 것이다. 이것은 먼저 플로팅 게이트에 전하가 없어야 한다는 것이다. 이어서 프로그래밍은 요망되는 량의 전하를 다시 플로팅 게이트에 더한다. 이것은 더 프로그램된 상태에서 덜 프로그램된 상태로 가기 위해서 플로팅으로부터 전하의 부분을 제거하는 것을 지원하지 못한다. 이것은 업데이트 데이터가 현존의 데이터를 덮어쓸 수 없고 이전의 미기입된 위치에 기입되어야 함을 의미한다.

또한 소거는 플로팅 게이트로부터 모든 전하들을 비우는 것이며 일반적으로 상당히 시간이 걸린다. 이 이유로, 셀별로 혹은 심지어 페이지별로 소거하는 것은 번거롭고 매우 느릴 것이다. 실제로, 메모리 셀들의 어레이는 많은 수의 블록들의 메모리 셀들로 분할된다. 플래시 EEPROM 시스템들에 공통되는 바와 같이, 블록은 소거 단위이다. 즉, 각 블록은 함께 소거되는 최소 수의 메모리 셀들을 내포한다.

도 6은 소거가능한 블록들로 구성되는 메모리 어레이의 예를 개요적으로 도시한 것이다. 전하 저장 메모리 장치들의 프로그래밍은 이의 전하 저장 요소들에 전하를 더 추가하는 것만이 될 수 있다. 그러므로, 프로그램 동작에 앞서, 메모리 셀의 전하 저장 요소 내 현존한 전하는 제거(또는 소거)되어야 한다. 전체 어레의 셀들(200), 혹은 어레이의 상당 그룹들의 셀들이 전기적으로 함께 소거될 때(즉, 플래시로) EEPROM와 같은 비휘발성 메모리를 "플래시" EEPROM이라 한다. 일단 소거되면, 한 그룹의 셀들은 이어서 다시 프로그램될 수 있다. 함께 소거될 수 있는 일 그룹의 셀들은 하나 이상의 어드레스가능한 소거 유닛(300)으로 구성될 수 있다. 소거 유닛 또는 블록(300)은 전형적으로, 하나 이상의 페이지가 단일 동작으로 프로그램되거나 판독될 수 있을지라도, 하나 이상의 페이지들의 데이터 -페이지는 프로그래밍 및 판독의 최소 단위- 를 저장한다. 각 페이지는 전형적으로 하나 이상의 섹터들의 데이터를 저장하며, 섹터의 크기는 호스트 시스템에 의해 정의된다. 예는 자기 디스크 드라이브들에 설정된 표준에 따라 한 섹트의 512 바이트의 사용자 데이터와, 이에 더하여 사용자 데이터 및/또는 이것이 저장되는 블록에 관한 몇 바이트의 오버헤드 정보이다.

도 6에 도시된 예에서, 메모리 어레이(200)에 개개의 메모리 셀들은 WL0-WLy와 같은 워드라인들(42) 및 BL0-BLx와 같은 비트라인들(36)에 의해 액세스될 수 있다. 메모리는 소거 블록들 0, 1,...m와 같은 소거 블록들로 구성된다. 도 5a 및 도 5b를 참조하면, NAND 스트링(50)가 16 메모리 셀들을 내포한다면, 어레이 내 제 1 뱅크의 NAND 스트링들은 WLO 내지 WL15와 같은 선택 라인들(44) 및 워드라인들(42)에 의해 액세스될 것이다. 소거 블록 0은 제 1 뱅크의 NAND 스트링들의 모든 메모리 셀들이 함께 소거되게 하도록 구성된다. 또 다른 메모리 아키텍처에서, 하나 이상의 뱅크의 NAND 스트링들은 함께 소거될 수 있다.

바이너리( SLC ) 및 복수-상태( MLC ) 메모리 분할의 예

앞에 기술된 바와 같이, 비휘발성 메모리의 예는 각각이 채널 영역과 제어 게이트 사이에 전하 저장층을 갖는 전계-효과 트랜지스터들의 어레이로부터 형성된다. 전하 저장층 또는 유닛은 한 범위의 전하들을 저장할 수 있어, 각각의 전계-효과 트랜지스터에 대해 한 범위의 임계 전압들을 생성한다. 가능한 임계 전압들의 범위는 임계 윈도우에 걸쳐 있다. 임계 윈도우가 임계 전압들의 다수의 부-범위들 또는 구역들로 분할될 때, 각각의 해상가능한 구역은 한 메모리 셀에 대해 서로 다른 메모리 상태들을 나타내기 위해 사용된다. 다수의 메모리 상태들은 하나 이상의 바이너리 비트들에 의해 부호화될 수 있다.

도 7은 각 셀이 2개의 가능한 상태들 중 한 상태에 있는 모집단의 셀들을 갖는 바이너리 메모리를 도시한 것이다. 각 메모리 셀은 단일 구분 레벨에 의해 2개의 서로 분할되는 구역들로 구분되는 임계 윈도우를 갖는다. 도 7(0)에 도시된 바와 같이, 판독 동안, 하위 구역과 상위 구역 사이에 판독 구분 레벨(rV₁)은 셀의 임계 레벨이 어느 구역에 놓여있는지를 판정하기 위해 사용된다. 셀은 이의 임계값이 하위 구역에 놓여 있다면 "소거된" 상태에 있으며, 임계값이 상위 구역에 놓여 있다면 "프로그램된" 상태에 있다. 도 7(1)은 메모리가 초기에 이의 모든 셀들이 "소거된" 상태에 있는 것을 도시한 것이다. 도 7(2)는 일부 셀들이 "프로그램된" 상태로 프로그램된 것을 도시한 것이다. 메모리 상태들을 부호화하기 위해 1-비트 또는 바이너리 코드가 사용된다. 예를 들면, 비트 값 "1"은 "소거된" 상태를 나타내며 "0"은 "프로그램된" 상태를 나타낸다. 전형적으로 프로그래밍은 하나 이상의 프로그래밍 전압 펄스의 인가에 의해 수행된다. 각 펄스 후에, 임계값이 검증 구분 레벨(vV₁)을 넘어 이동하였는지를 검증하기 위해 셀이 감지된다. 이러한 메모리 셀 분할을 가진 메모리를 "바이너리" 메모리 또는 단일-레벨 셀("SLC") 메모리라고 한다. 바이너리 또는 SLC 메모리는 전체 임계 윈도우가 두 구역들에 의해서만 점유되기 때문에 넒은 오류 마진을 갖고 동작함을 알 것이다.

도 8은 각 셀이 8개의 가능한 상태들 중 한 상태에 있는 모집단의 셀들을 갖는 복수-상태 메모리를 도시한 것이다. 각 메모리 셀은 적어도 7개의 구분 레벨에 의해 8개의 서로 구별되는 구역들로 분할되는 임계 윈도우를 갖는다. 도 8(0)에 도시된 바와 같이, 판독 동안, 판독 구분 레벨들(rV₁ 내지 rV₇)은 셀의 임계 레벨이 어느 구역에 놓여있는지를 판정하기 위해 사용된다. 셀은 이의 임계값이 최하위 구역에 놓여 있다면 "소거된" 상태에 있으며, 임계값이 상위 구역에 놓여 있다면 복수의 "프로그램된" 상태들 중 한 상태에 있다. 도 8(1)은 메모리가 초기에 이의 모든 셀들이 "소거된" 상태에 있는 것을 도시한 것이다. 도 8(2)는 일부 셀들이 "프로그램된" 상태로 프로그램된 것을 도시한 것이다. 하위, 중위, 및 상위 비트를 갖는 3-비트 코드는 8개의 메모리 상태들 각각을 나타내기 위해 사용될 수 있다. 예를 들면, "0", "1", "2", "3", "4", "5", "6" 및 "7" 상태들은 각각 "111", "O11", "001", "101", "100", "000", "010" 및 "111"로 나타낸다. 전형적으로 프로그래밍은 하나 이상의 프로그래밍 전압 펄스들의 인가에 의해 수행된다. 각 펄스 후에, 임계값이 검증 구분 레벨들(vV₁ 내지 vV₇) 중 하나인 기준을 넘어 이동하였는지를 검증하기 위해 셀이 감지된다. 이러한 메모리 셀 분할을 가진 메모리를 "복수-상태" 메모리 또는 복수-레벨 셀("MLC") 메모리라고 한다.

유사하게, 4비트 코드를 저장하는 메모리는(16) 상태 각각을 나타내는 것인, 하위, 제 1 중위, 제 2 중위, 및 상위 비트들을 가질 것이다. 임계 윈도우는 16개의 서로 구별되는 구역들로 적어도 15 구분 레벨들에 의해 구분될 것이다.

메모리의 유한 임계 윈도우가 더 많은 영역들로 분할됨에 따라, 프로그래밍 및 판독을 위한 분해능은 필연적으로 더 미세해질 것이다. 이에 따라, 복수-상태 또는 MLC 메모리는 필연적으로 분할된 구역들을 덜 가진 메모리의에 비해 더 좁은 오류 마진을 갖고 동작한다. 즉, 각 셀에 저장된 비트들의 수에 따라 오류율이 증가한다. 일반적으로, 오류율은 임계 윈도우 내 분할된 구역들의 수에 따라 증가한다.

오류 정정 코드(" ECC ")에 의해 정정

플래시 메모리는 오류들이 일어나기가 쉽다. 오류가 없는 데이터를 보증하기 위해서, 오류들을 정정하기 위해 오류 정정 코드("ECC")가 구현된다.

도 9는 ECC 필드를 내포하는 데이터 페이지를 개요적으로 도시한 것이다. 도 4 및 도 6a에 관련하여 기술된 바와 같이, 메모리 셀들의 물리 페이지는 병렬로 동작하는 대응하는 한 페이지의 감지 모듈들에 의해 병렬로 프로그램되고 판독된다. 각 메모리셀이 복수 비트들의 데이터를 저장할 때, 각 물리 페이지에 연관된 복수의 데이터 페이지들이 있을 것이다. 데이터 페이지(70')는 사용자 부분(72') 및 시스템 부분(74')을 포함한다. 사용자 부분(72')은 사용자 데이터의 저장을 위한 것이다. 시스템 부분(74')은 일반적으로 시스템 데이터의 저장을 위해 메모리 시스템에 의해 사용된다. 시스템 데이터에는 ECC가 포함된다. ECC는 데이터 페이지에 대해 계산된다. 전형적으로, ECC는 제어기(102)(도 1 참조) 내 ECC 프로세서(62)에 의해 계산된다.

데이터가 호스트로부터 수신되었을 때, 한 페이지의 데이터가 제어기(102)에 스테이지되고 이의 ECC(76')가 ECC 프로세서(62)에 의해 계산된다. 이어서 ECC를 포함한 데이터 페이지가 메모리 어레이(200)에 기입된다. 전형적으로, 데이터 페이지가 판독될 때, 데이터 페이지는 데이터 래치들(430)에 래치되고, I/O 회로들(440)로부터 제어기(102)로 옮겨진다. 제어기(102)에서, 데이터 페이지의 현재 ECC는 판독된 데이터에 관해 계산된 ECC의 제 2 버전과 비교된다. ECC는 전형적으로 데이터 페이지 내 임의의 오류의 신속한 검출을 위해 오류 검출 코드("EDC")를 포함한다. EDC가 판독된 데이터 페이지에 임의의 오류의 존재를 나타낸다면, ECC를 실행시켜 판독된 데이터 페이지 내 오류 비트들을 정정한다.

ECC는 임의의 수의 오류 비트들을 정정하게 설계될 수 있다. 더 많은 비트들을 정정해야 할수록, ECC는 더 복잡해지고 계산 집약적이 될 것이다. 질적인 보증을 위해서, 종래의 ECC들은 메모리 장치의 수명 말기에 예상되는 최악의 경우의 셀 오류율에 기초하여 설계된다. 따라서, 이들은 통계적 오류 모집단의 맨 끝까지 최대 수의 오류 비트들을 정정해야 한다.

도 10a는 다양한 범위들의 표준편차들 σ에서 모집단의 백분률을 가진 오류율의 정규분포를 도시한 것이다. 예를 들면, 모집단의 2.1%만이 2σ 내지 3σ의 범위 내에 놓인다. 모집단의 0.1%만이 3σ 내지 4σ의 범위 내에 놓인다.

도 10b는 표 형태로 도 10a의 분포를 도시한 것이다. 10억 모집단에서 E-09 또는 1만이 4σ을 넘어서 놓여 있음을 알 수 있다. 표에서 마지막 컬럼은 최악의 경우에 메모리 장치의 예에 있어서 추정된 오류들을 나타낸다. 예를 들면, 모집단의 5%는 1 오류 비트를 가질 것이며, 모집단의 0.135%는 4 오류 비트들을 가질 것이며, 10억 모집단에서 1은 42 오류 비트들을 가질 것이다.

125 메모리 카드들의 샘플을 고찰한다. 각 카드는 각각이 2KB인 데이터 페이지들을 가진 16 GB의 용량을 갖는다. 이것은 각각이 2KB인 10억 페이지들의 모집단이 된다. 125 메모리 카드들의 샘플의 단일 페이지가 카드의 수명 말기에 오류를 갖지 않게 하기 위해서는 42 비트들까지를 정정할 수 있는 ECC가 필요하게 될 것이다.

메모리의 수명 동안 오류들

위에 기술된 바와 같이, ECC는 전형적으로 메모리의 유용한 수명동안 예상되는 임의의 오류들에 대해 정정하게 설계된다. 오류들은 다수의 원인들로부터 온다.

도 11은 플래시 메모리에 대한 오류들의 주 원인을 열거한 표이다. 도 11(a)는 페이지가 기입된 후에 존재하는 비트 오류들인 기입 이후에 오류의 제 1 원인 E_PW(N_CYC)을 나타낸 것이다. 플래시 메모리에서, "프로그래밍"은 소거된 상태에서 셀의 임계값을 증가시키는 프로세스를 말한다. 용어는 "기입"과 상호교환적으로 사용될 것이다. 오류율은 프로그램-소거 사이클링 횟수 N_CYC에 따라 증가한다. 데이터가 셀에 기입된 후에, 검증 동작을 통과하였더라도, 데이터는 여전히 2가지 원인들로 오류가 발생될 수도 있을 것이다.

기입 후 오류의 첫 번째 원인은 검증 동작에 의해 검출되지 않는 과도(over)-프로그래밍에 기인한다. 과도-프로그래밍은 다수의 메모리 셀들이 동시에 프로그램될 때 발생할 수 있다. 이것은 메모리 셀들을 포함하는 반도체 장치들의 구조 및 동작이 미미하게 다름에 기인하여 메모리 셀의 특징들이 다르기 때문이며, 따라서 통상적으로 서로 다른 셀들의 프로그래밍 속도에 차이들이 발생할 것이다. 이에 따라 메모리 셀들은 다른 것들보다 더 빠르게 프로그램되는 메모리 셀들 및 일부 메모리 셀들이 의도된 것과는 다른 상태로 프로그램될 가능성이 나타나게 된다. 복수의 메모리 셀들의 더 빠르게 프로그래밍됨으로써 요망되는 임계 전압 레벨 범위들을 넘어설 수 있게 되어 저장되는 데이터에 오류들이 나타나게 된다.

전형적으로, 데이터가 프로그램되고 있을 때, 장치에 대한 프로그램-검증 프로세스는 메모리 셀의 프로그램된 임계 전압이 이웃한 덜 프로그램된 상태로부터 현재 상태를 구분짓는 기준 레벨보다 이상인지를 체크할 것이다. 그러나, 프로그램-검증은 프로그램된 임계 전압이 얼마나 많이 기준 레벨 이상인지를 알지 못한다. 따라서, 장치들은 전형적으로 임계 전압에 대한 상한을 보장하지 못한다. 일부 장치들은 소프트 프로그래밍 프로세스(이하 기술되는)가 임계 전압을 너무 높이 높였는지를 알기 위해 체크하는데, 그러나, 이들 장치들은 정규 프로그래밍 프로세스가 임계 전압을 너무 높였는지를 알기 위해 체크하지 않는다. 따라서, 요망되는 상태에 대한 범위를 넘어 임계 전압을 상승시키는 과도-프로그래밍은 통보됨이 없이 일어날 수 있다. 과도-프로그래밍은 메모리 셀이 다음 프로그램된 상태까지 더 갈 수 있어 이에 따라 부정확한 데이터를 저장한다. 이 오류는 후속되는 판독 동작들 동안 검출될 것이며, 셀의 프로그램된 임계값은 전형적으로 소정의 메모리 상태에 대한 임계 범위를 구분짓는 하한 및 상한 둘 다에 관하여 체크된다. 과도-프로그래밍에 관한 더 많은 정보는 미국특허 5,321,699; 5,386,422; 5,469,444; 5,602,789; 6,134,140; 6,914,823; 6,917,542에서 볼 수 있다.

기입 후 오류의 두 번째 원인은 저장 요소들 간에 필드 커플링에 기인한 저장된 전하 레벨들에 있어 외관상 이동들에 있다. 이 커플링의 정도는 집적회로 제조 기술들의 개선의 결과로서 나타나는 것인 메모리 셀 어레이들의 크기가 감소됨에 따라 필연적으로 증가한다. 문제는 서로 다른 시간들에 프로그램된 두 그룹들의 이웃한 셀들 간에 가장 확연하게 발생한다. 일 그룹의 셀들은 한 세트의 데이터에 대응하는 이들 셀들의 저장 요소들에 한 레벨의 전하를 추가하게 프로그램된다. 제 2 그룹의 셀들이 제 2 세트의 데이터로 프로그램된 후에, 제 1 그룹의 셀들의 저장 요소들로부터 판독된 전하 레벨들은 흔히 제 1 그룹에 용량적으로 결합되는 제 2 그룹의 저장 요소들에 미치는 전하의 영향에 기인하여 프로그램된 것과는 다르게 나타난다. 특히, 감지되었을 때, 메모리 셀은 덜 교란되었을 때보다 더 높은 임계 레벨을 갖는 것으로(혹은 더 프로그램된 것으로) 나타날 것이다. 이것은 유핀 효과로서 알려져 있으며, 전체를 참조로서 본원에 포함시키는 미국특허 5,867,429에 기술되어 있다. 이 특허는 두 그룹들의 저장 요소들을 서로 간에 물리적으로 격리시키거나, 제 1 그룹의 저장요소를 판독할 때 제 2 그룹의 저장요소들에 전하가 미치는 영역을 고려하는 것을 기술한다.

도 11(b)은 EOL에서 데이터 보유에 기인한 비트 오류들인 오류의 두 번째 원인 E_DR(T, N_CYC)을 나타낸 것인다. 오류율은 온도 T 및 프로그램-소거 사이클링 수 N_CYC에 따라 증가한다. 데이터 오류는 장치의 이력에 기인한다. 이것은 전형적으로 환경, 예를 들면, 온도에의 메모리 장치 노출에 좌우되는 데이터 보유 문제에 관계된다. 시간이 지남에 따라, 실제 저장된 전하 레벨들은 서시히 누설될 수 있어, 프로그램된 임계값들이 감소되게 한다.

각 메모리 셀에 저장된 상태들의 수가 증가함에 따라, 저장 요소들 상에 프로그램된 전하 레벨에 임의의 이동들의 허용범위가 감소한다. 각 저장 상태에 대해 지정된 전하의 범위들은 필연적으로 좁아지게 되고 각 메모리 셀 저장 요소 상에 저장된 상태들의 수가 증가함에 따라 서로 더 가깝게 놓여지기 때문에, 프로그래밍은 정밀도를 증가시켜 수행되어야 하며, 실제적이든 혹은 외관상의 이동들이든, 용인될 수 있는 저장된 전하 레벨들에 임의의 프로그래밍 후 이동들의 정도는 감소된다. 한 셀에 저장되는 전하에 대한 실제 교란들은 이 셀을 프로그래밍 및 판독할 때, 그리고 이 셀에 어느 정도 전기적으로 커플링되는 다른 셀들, 이를테면 동일 열 혹은 행 내의 셀들, 및 라인 또는 노드를 공유하는 셀들을 판독, 프로그래밍 및 소거할 때 야기될 수 있다.

도 11(c)는 판독 교란에 기인한 비트 오류들인 오류의 세 번째 원인 E_rd(N_R, N_CYC)을 나타낸 것이다. 오류율은 판독 횟수 및 프로그램-소거 사이클링 횟수 N_CYC에 따라 증가한다.

플래시 메모리에 대한 중요한 고찰은 이것이 사용과 함께 연수가 지남에 따라 내구성 문제를 갖는다는 것이다. 셀이 반복하여 프로그램되고 소거될 때, 유전체를 통과하는 터널링에 의해 전하들이 플로팅 게이트(20)(도 2 참조)를 드나든다. 얼마간의 전하들이 유전체에 트랩되었을 때마다 셀의 임계값을 수정할 것이다. 셀이 겪은 프로그램-소거 사이클들의 수는 사이클 수 N_CYC("핫 카운트"라고도 알려진)에 의해 측정된다. 반복된 사이클링을 통해, 소정의 소거 블록에 대해 N_CYC의 값이 증가하여, 블록 내 셀들에 대한 임계 윈도우가 계속해서 좁아지게 한다. 이에 따라, 유효 프로그램-소거 사이클링은 도 11에 열거된 오류의 모든 원인들에 현저히 영향을 미칠 것이다.

도 12는 예시한 메모리 장치의 수명 초기 및 말기에 이 장치에 대한 추정된 총 오류들을 나타낸 표이다. 도 12(a)는 도 11(a) 내지 도 11(c)에 열거된 3개의 원인들로부터 총 오류들이 E_TOT(N_CYC, N_R) = E_PW(N_CYC) + E_DR(T, N_CYC) + E_RD(N_R, N_CYC)임을 보인 것이다.

도 12(b)는 메모리가 비교적 새것이지만(낮은 N_CYC)하지만 5 년동안 85℃에서 베이킹되었으며 10⁶ 번 판독되었을 때 추정된 E_TOT를 도시한 것이다. 여러 성분 오류들에 대한 추정값들은 E_PW(1) ~ 3, E_DR(85℃, 1) ~ 2, 및 E_RD(1M, 1) ~ 0이다. 이들은 총 추정된 오류 E_TOT(1, 1M) = 3 + 2 + 0 = 5 비트들을 야기한다.

도 12(c)는 메모리가 장치의 수명 말기("EOL")에 있을 때 추정된 E_TOT를 나타낸 것이다. 도 12(b)와 유사한 다른 파라미터들을 가진 고 프로그램-소거 사이클링(N_CYC = 10K)인 것이 특징이다. 여러 성분 오류들에 대한 추정값들은 E_PW(10K) ~ 10, E_DR(85℃, lOK) ~ 10, 및 E_RD(1M, 10K) ~ 1이다. 이들은 총 추정된 오류 E_TOT(10K, 1M) = 10 + 10 + 1 = 21 비트들을 야기한다.

도 11 및 도 12에 기술된 오류의 3가지 원인들 중에 일반적으로 판독 교란 E_RD에 기인한 오류는 기입 E_PW에 기인한 오류 및 데이터 보유 E_DR에 기인한 오류만큼 현저하지 않다. 데이터 보유 오류들은 "판독 스크럽(scrub)" 동작에서 셀들의 임계 레벨들을 주기적으로 리프레시함으로써 완화될 수 있다.

메모리에서 일어날 수 있는 각종의 오류들, 특히 기입 후에 발생하는 오류를 정정하기 위해서, EEC(도 9에 관련하여 앞에서 기술된)가 채용된다. 그러나, 오류들을 정정하기 위해 ECC를 사용하는 것은 처리 시간을 소비할 것이며, 더 많은 비트들을 정정해야 할수록, 계산시간이 더 많이 요구된다. 메모리 성능은 많은 수의 오류 비트를 정정할 수 있는 강한 ECC를 채용함으로써 저하될 것이다. 적합한 시간량 내에 ECC를 수행하기 위해 추가의 전용 하드웨어가 구현될 수도 있다. 이러한 전용 하드웨어는 제어기 ASIC 칩 상에 상당량의 공간을 차지할 수 있다.

도 13은 종래의 ECC가 최악의 경우의 총 오류 E_TOT를 정정하게 설계되어야 함을 예시한 표이다. 이것은 고 프로그램-소거 사이클 수 및 데이터 보유 명세를 가진 수명 말기에서의 장치일 것이다. 도 12(c)에 주어진 예에 있어서, ECC는 적어도 21 오류 비트들을 정정할 수 있어야 한다.

오류율을 제어하기 위해 고 밀도 메모리 부분에서 저 오류율 메모리 부분으로 적응형으로 데이터를 재기입

발명의 일반적인 면에 따라, 메모리 셀들의 어레이를 갖는 플래시 메모리는 제 1 부분 및 제 2 부분을 갖게 구성된다. 제 2 부분은 고 밀도로 데이터를 저장하나 제 1 부분에 비해 더 적은 오류 마진을 갖고 동작한다. 데이터는 효율적인 저장을 위해 제 2 부분에 기입된다. 이후에, 데이터는 과잉의 오류 비트들을 체크하기 위해 다시 판독된다. 오류 비트들이 소정의 량을 초과하였다면, 데이터는 덜 오류가 나기 쉬운 제 1 부분에 재기입된다. 이것은 데이터를 메모리에 기입함에 기인한 오류 비트들의 최대 수에 제한을 둔다. 오류율들의 통계적 분포에서, 제한은 분포의 맨 끝(더 큰 오류들을 가진)이 무시될 수 있도록 분포의 표준편차 수(number standard derivations)에 제한을 나타낸다. 이것은 더 작고 더 효율적인 오류 정정 코드("ECC")가 더 적은 수의 오류들 비트들을 정정하게 설계될 수 있게 하여, 성능을 개선하고 메모리의 비용을 감소시킨다.

도 14a는 발명의 바람직한 실시예에 따라 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이다. 메모리 셀들(200)의 어레이는 제 1 부분(410) 및 제 2 부분(420)으로 분할된다. 제 2 부분(420)은 각 셀이 복수 비트들의 데이터를 저장하는 고밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 제 1 부분(410)은 각 셀이 제 2 부분보다 적은 수의 비트들을 저장하는 저밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 예를 들면, 제 1 부분에 메모리 셀은 제 2 부분에 3 비트들의 데이터에 비해 1 비트의 데이터를 저장하게 구성된다. 앞에 논의에 비추어, 제 1 부분은 제 2 부분에 비해 훨씬 더 넓은 오류 마진을 갖고 동작할 것이다. 이에 따라, 제 1 부분에 메모리 동작들은 제 2 부분에 오류보다 적은 오류를 가질 것이다.

"Selective Operation of a Multi-state Non-volatile Memory System in a Binary Mode" 명칭의 미국특허 6,456,528는 정규로 2 이상의 상태들로 동작하지만 2 상태 동작 동안 증가된 마진을 제공하기 위해서 선택된 메모리 셀들이 단지 2상태들에서만 동작하는 플래시 비휘발성 메모리를 개시한다. 이것은 복수-상태 동작이 제공하는 증가된 밀도의 데이터 저장보다 이들 잇점들을 갖는 것이 더 바람직할 때 2 상태들에서 동작되어 프로그래밍을 더 빠르게 하고 메모리 셀들의 동작 수명이 더 길어지게 할 수 있다. 미국특허 6,456,528의 전체 개시된 바를 참조로 본원에 포함시킨다.

한 페이지의 인입 데이터가 메모리 어레이(200)에 기입되어야 할 때, 바람직하게 효율을 위해서 고밀도 제 2 부분에 저장된다. 이에 따라, 데이터 페이지의 제 1 카피가 제 2 부분에 기입된다.

나중에, 데이터 페이지의 제 1 카피는 어떤 오류들이 있는지 판정하기 위해 "기입 후 판독"에서 다시 판독된다. 이것은 캐시될 수 있는 원 카피와의 비교에 의해서 혹은 ECC의 EDC 부분을 체크함으로써 달성된다.

판독 카피에 오류 비트들의 수가 소정의 량을 초과하였는지 판정이 행해진다. 오류 비트들의 수가 소정의 량을 초과하지 않는다면, 제 2 부분에 저장된 것으로 간주된 제 1 카피는 유효한 것으로 간주된다. 데이터 페이지의 후속되는 판독은 제 2 부분 내 제 1 카피로부터 될 것이며, 임의의 오류들은 제어기에서 ECC에 의해 정정될 것이다.

도 11에 관련하여 앞서 설명된 바와 같이, 프로그래밍 동안 검증 프로세스는 과도-프로그래밍이 아니라 과부족(under)-프로그래밍에 대해서만 체크한다. 이에 따라, 오류는 데이터 페이지가 프로그램-검증된 후에 여전히 존재할 수 있다. 데이터 페이지 내 임의의 오류를 검출하기 위해 모든 구분 레벨들(도 7 및 도 8 참조)에 대해 판독 동작을 취할 것이다. 또한, 이웃 셀들의 후속되는 프로그래밍의 유핀 효과는 관련 데이터 페이지를 교란하여 외관상의 감지된 결과를 이동시킬 수도 있을 것이다. 이에 따라, 다시 판독하는 것은 적어도 현재 데이터 페이지에 유의한 유핀 효과를 가질 수도 있을 모든 이웃한 셀들의 프로그래밍 후가 될 것이다. 또 다른 실시예에서, 다시 판독하는 것은 관련 데이터 페이지를 내포하는 블록 내 모든 셀들에 프로그래밍이 행해진 후이다.

"기입후 판독"은 미국특허 6,913,823, 6,917,542 및 7,009,889에 개시되어 있고 이들 전체 개시된 바를 참조로 본원에 포함시킨다.

도 14b는 도 14a의 메모리 어레이의 제 1 부분에 데이터 페이지의 제 2 카피의 재기입을 도시한 것이다. 기입 후 판독이 데이터 페이지 내 오류 비트들의 수가 소정 량을 초과하였음을 검출한 후에, 데이터 페이지의 제 2 카피는 제 1 부분에 재기입된다. 제 2 카피는 캐시될 수 있는 원 데이터의 카피이거나, 또 다른 실시예에서는 제 1 카피를 인출하여 ECC로 오류 비트들을 정정함에 의한다.

제 2 카피가 제 1 부분에 기입된 후에, 제 2 부분 내 제 1 카피를 유효한 카피로서 대체할 것이다. 제 1 카피는 폐용이 될 것이며, 제어기(도 1 참조)의 펌웨어에 구현된 블록 관리 시스템에 디렉토리는 후속되는 액세스를 제 2 카피에 보내기 위해 업데이트될 것이다.

바람직한 일실시예에서, 제 1 부분은 1 비트의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 가지며 제 2 부분은 1 이상의 비트의 데이터를 저장하는 각 메모리 셀을 갖는다.

도 15는 도 14a 및 도 14b에 기술된 실시예에 따라 기입후 판독 및 적응형 재기입의 프로세스를 예시한 흐름도이다.

단계(500): 메모리를 제 1 부분 및 제 2 부분으로 구성하며, 제 1 부분은 제 2 부분보다 큰 오류 마진을 갖고 동작하는 메모리 셀들을 갖는다.

단계(510): 일 그룹의 입력 데이터의 제 1 카피를 제 2 부분에 프로그래밍한다.

단계(520): 기정의된 시간 후에 오류에 대해 체크하기 위해 제 2 부분으로부터 제 1 카피를 판독한다.

단계(530): 오류가 소정 수의 오류 비트들을 초과하였나? 그러하다면, 단계(540)로 진행한다. 그렇지 않다면, 단계(550)로 진행한다.

단계(540): 일 그룹의 입력 데이터의 제 2 카피를 제 1 부분에 프로그래밍한다.

단계(550): 마지막 기입된 카피를 후속 판독을 위해 유효한 데이터로서 확인한다.

단계(560): 일 그룹의 입력 데이터가 비휘발성 메모리에 저장이 행해졌다.

대안적 실시예에서, 제 1 부분은 인입 데이터를 위한 캐시로서 작용하며, 따라서 입력 데이터의 캐시 카피는 캐시에 프로그램된다. 이어서, 데이터의 제 1 카피는 제 2 부분에 프로그램된다.

기입후 판독이 제 1 카피에 과도한 량의 오류를 검출하지 않았다면, 제 1 카피는 유효한 것으로 간주될 것이며 후속되는 판독은 제 1 카피에 액세스하게 될 것이다.

한편, 기입후 판독이 제 1 카피에 과도한 량의 오류를 검출하였다면, 제 1 부분 내 캐시된 카피는 제 2 부분 내 제 1 카피를 유효 데이터로서 대체할 것이다. 제 1 카피는 폐용이 될 것이며, 제어기(도 1 참조)의 펌웨어에 구현되는 블록 관리 시스템에 디렉토리는 후속 액세스를 캐시된 카피에 보내기 위해 업데이트될 것이다.

"Multi-state Non-volatile Flash Memory Capable of Being its Own Two State Write Cache" 명칭의 미국특허 5,930,167는 2 부분들을 갖는 플래시 메모리 어레이를 개시한다. 제 1 부분은 셀당 1 비트를 저장하게 구성되며, 제 2 부분은 셀당 1 이상의 비트를 저장학 구성된다. 제 1 부분은 저밀도 기입 캐시로서 작용한다. 인입 데이터는 초기에는 제 1 부분에 캐시된다. 나중에, 백그라운드에서, 캐시된 데이터는 고 저장밀도를 가진 제 2 부분으로 이전된다. 미국특허 5,930,167의 전체 개시된 바를 참조로 본원에 포함시킨다.

바람직한 실시예에서, 제 1 부분에는 제 1 섹션 및 제 2 섹션이 더욱 제공된다. 인입 데이터는 제 1 부분의 제 1 섹션에 캐시되며, 데이터의 제 1 카피는 제 2 부분에 기입된다. 이후에, 제 2 부분에 제 1 카피는 과잉의 오류 비트들에 대해 체크하기 위해 다시 판독된다. 오류 비트들이 소정 량을 초과하였다면, 인입 데이터의 제 2 카피는 제 1 부분의 제 2 섹션에 기입된다.

도 16a은 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이며, 발명의 바람직한 실시예에 따라 제 1 부분에는 캐시 섹션 및 재기입 섹션이 더 제공된다. 도 14a에서처럼, 메모리 셀들(200)의 어레이는 제 1 부분(410) 및 제 2 부분(420)으로 분할된다. 제 2 부분(420)은 각 셀이 복수 비트들의 데이터를 저장하는 고 밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 제 1 부분(410)은 각 셀이 제 2 부분보다 적은 수의 비트들을 저장하는 저 밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 그러므로 제 1 부분은 제 2 부분보다 훨씬 넓은 오류 마진을 갖고 동작한다.

제 1 부분(410)에는 인입 데이터를 캐시하기 위한 제 1 섹션(411) 및 제 2 부분으로부터 재기입들을 저장하기 위한 제 2 섹션(412)이 더욱 제공된다.

한 페이지의 인입 데이터가 메모리 어레이(200)에 기입되어야 할 때, 캐시된 카피는 제 1 부분(410)의 제 1 섹션(411)에 캐시된다. 제 1 카피는 바람직하게 효율 및 고 용량을 위한 고 밀도 제 2 부분에 저장된다. 이에 따라, 데이터 페이지의 제 1 카피는 제 2 부분에 기입된다.

또 다른 바람직한 실시예에 따라, 메모리 어레이에는 집적회로 칩 상에 한 세트의 데이터 래치들이 제공되며, 제 1 카피에 오류 비트들의 체크는 제 1 카피 및 캐시된 카피를 한 세트의 데이터 래치들에 로드하고 한 세트의 데이터 래치들에서 비교함으로써 달성된다.

제어기에서 비교하지 않음으로써, 데이터는 제어기에 토글 아웃(toggled out) 될 필요가 없어, 많은 시간이 절약될 수 있다. 도 1은 데이터 비교를 행하기 위해서 칩상에 데이터 래치들(430)을 도시한 것이다.

도 16b는 기입후 판독의 바람직한 실시예에 따른 페이지 비교 기술을 도시한 것이다. 제 2 부분에 데이터 페이지의 제 1 카피는 임의의 오류들이 있는지 판정하기 위해 "기입 후 판독"에서 다시 판독된다. 이것은 캐시된 카피과 비교에 의해 달성된다.

오류 비트들의 수가 소정 량을 초과하지 않는다면, 제 2 부분에 저장된 제 1 카피는 유효한 것으로 간주된다. 캐시된 카피는 폐용이 될 것이며, 제어기(도 1 참조)의 펌웨어에 구현되는 블록 관리 시스템에 디렉토리는 후속 액세스를 제 1 카피에 보내기 위해 업데이트될 것이다. 데이터 페이지의 후속 판독는 제 2 부분에 제 1 카피로부터 될 것이며, 임의의 오류들은 제어기에서 ECC에 의해 정정될 것이다.

도 16c는 기입후 판독이 제 2 부분에 데이터 페이지에 과도한 량의 오류를 판정한 후에 제 1 부분에의 재기입을 도시한 것이다. 기입후 판독이 제 1 카피의 데이터 페이지에 오류 비트들의 수가 소정의 량을 초과하였음을 검출한 후에, 데이터 페이지의 제 2 카피는 제 1 부분(410)의 제 2 섹션(412)에 재기입된다. 제 2 카피는 캐시된 카피로부터 취해진다.

제 2 카피가 제 1 부분의 제 2 섹션(412)에 기입된 후에, 제 1 카피를 제 2 부분에 대체할 것이다. 제 1 카피 및 캐시된 카피는 폐용이 될 것이며, 제어기(도 1 참조)의 펌웨어로 구현되는 블록 관리 시스템에 디렉토리는 후속 액세스를 제 2 카피에 보내기 위해 업데이트될 것이다.

도 17은 도 16a 내지 도 16c에 기술된 실시예에 따라 기입후 판독 및 적응형 재기입의 프로세스를 도시한 흐름도이다.

단계(600): 메모리를 제 1 부분 및 제 2 부분으로 구성하며, 제 1 부분은 제 2 부분보다 큰 오류 마진을 갖고 동작하는 메모리 셀들을 갖는다.

단계(602): 일 그룹의 입력 데이터의 캐시된 카피를 제 1 부분의 제 1 섹션에 프로그래밍한다.

단계(610): 일 그룹의 입력 데이터의 제 1 카피를 제 2 부분에 프로그래밍한다.

단계(620): 기정의된 시간 후에 오류에 대해 체크하기 위해 제 2 부분로부터 제 1 카피를 판독한다.

단계(630): 오류가 소정 수의 오류 비트들을 초과하였나? 그러하다면, 단계(632)로 진행한다. 그렇지 않다면, 단계(650)로 간다.

단계(632): 제 1 부분의 제 1 섹션으로부터 일 그룹의 입력 데이터의 캐시된 카피를 판독한다.

단계(642): 캐시된 카피를 제 1 부분의 제 2 섹션에 일 그룹의 입력 데이터의 제 2 카피로서 프로그래밍한다.

단계(650): 후속 판독을 위해 마지막 기입된 카피를 유효한 데이터로서 확인한다.

단계(660): 비휘발성 메모리에 일 그룹의 입력 데이터 저장이 행해졌다.

발명의 전술한 상세한 설명은 예시 및 설명 목적으로 제시되었다. 하나도 빠뜨리는 것이 없게 하려는 것이거나 개시된 정밀한 형태로 발명을 제한하려는 것은 아니다. 위에 교시된 바에 따라 많은 수정들 및 변형들이 가능하다. 기술된 실시예들은 발명의 원리 및 이의 실제 응용을 최상으로 설명하고 그럼으로써 다른 당업자들이 발명을 여러 실시예들에서 그리고 고찰되는 특정 용도에 적합한 다양한 수정을 가하여 최상으로 이용할 수 있게 하기 위해 선택되었다. 발명의 범위는 첨부된 청구항들에 의해 정의되게 하였다.

향상된 기입후 판독 오류 관리

발명의 또 다른 면에서, 향상된 기입후 판독 오류 관리가 구현된다. 기입후 판독은 메모리 장치의 수명 초기엔 활성화되지 않는다. 수명 초기에 메모리 장치의 오류율은 매우 낮고 기입후 판독을 동작시킬 필요성이 없다. 이것은 기입후 판독을 행하기 위한 시간을 낭비하는 것을 피하게 한다. 메모리 장치가 사용을 통해 연수가 지남에 따라, 발명의 향상된 기입후 판독 및 오류 관리는 장치의 소정의 연수에서 활성화된다.

바람직한 실시예에서, 메모리 장치의 연수는 메모리 셀들의 각 소거 블록에 대해 유지되는 핫 카운트에 의해 판정된다. 핫 카운트는 내구성 또는 소거 블록이 소거 및 프로그램 동작들을 통해 사이클링된 횟수를 추적한다. 소거 블록의 핫 카운트가 소정의 핫 카운트 임계값을 지났을 때는 언제나, 향상된 기입후 판독 오류 관리가 개시되고 메모리 장치의 수명 말기까지 동작할 것이다.

도 18은 소거 블록들로 구성된 메모리를 도시한 것이다. 앞에서 도 6에 관련하여 기술된 바와 같이, 각 소거 블록은 함께 소거되는 일 그룹의 메모리 셀들이다. 또한, 셀이 반복하여 프로그램되고 소거될 때, 유전체를 통과하는 터널링에 의해 전하들이 플로팅 게이트(20)(도 2 참조)를 드나든다는 것이 앞에서 기술되었다. 일부 전하들이 유전체 내에 트랩될 때마다 셀의 임계값을 수정할 것이다. 셀이 겪은 프로그램-사이클들의 수는 사이클 수 N_CYC("핫 카운트"라고도 알려진)에 의해 측정된다. 반복된 사이클링을 통해, 소정의 소거 블록에 대해 N_CYC의 값이 증가하여, 블록 내 셀들에 대한 임계 윈도우가 계속해서 좁아지게 한다. 도 18은 핫 카운트 N_CYC(m)(302)가 각 소거 블록(m)에 유지되는 바람직한 실시예를 도시한 것이다. 프로그램가능 단위는 페이지이기 때문에, 각 블록에 대한 핫 카운트는 도 9에 도시된 데이터 페이지(70')의 시스템 데이터 영역에 저장될 수 있다. 대안적으로, 핫 카운트들은 메모리 내 마스터 리스트에 저장될 수도 있다. 블록이 소거될 때마다, 이의 핫 카운트는 1만큼 증분된다.

도 19는 핫 카운트에 의해 판정되는 소정의 정도까지 메모리 장치의 연수가 지났을 때 활성화되는 오류 관리를 도시한 흐름도이다.

단계(700): 메모리 셀들의 소거 블록들로 구성되는 비휘발성 메모리를 제공하며, 각 소거 블록의 메모리 셀들은 함께 소거되고 각 블록의 소거/프로그램 사이클링 수에 따라 연수가 지난다.

단계(710): 연수가 지난 메모리 장치에 연관된 오류들을 정정하기 위한 오류 관리를 제공한다. 바람직한 실시예에서, 오류 관리는 앞에 기술된 기입후 판독 오류 관리이다.

단계(720): 각 블록에 행해진 소거/프로그램 사이클링 수를 기록하는 핫 카운트를 유지함으로써 각 블록의 연수를 추적한다.

단계(730): 메모리 블록의 핫 카운트 > 소정의 핫 카운트 임계값인가? 바람직한 실시예에서, 소정의 핫 카운트 임계값은 메모리(도 21 참조)에 저장된 파일 시스템 구성 파일에 파라미터 Hot_count_threshold_EPWR에 의해 주어진다. 크다면, 단계(740)로 가고, 그렇지 않다면 단계(750)로 간다.

단계(740): 메모리의 나머지 수명동안 오류 관리를 활성화한다.

단계(750): 오류 관리를 아직 활성화하지 않는다.

발명의 또 다른 면의 바람직한 실시예에서, 메모리의 고밀도 저장 부분(D3)은 3 비트들의 데이터를 저장하는 각 메모리를 갖는다. 메모리의 덜 오류가 나기 쉬운 저밀도 저장 부분(D1)은 1 비트들의 데이터를 저장하는 각 메모리를 갖는다. 입력 데이터는 먼저 D1에 저장되고 이어서 D3에 폴딩된다. 향상된 기입후 판독 오류 관리가 활성화되었을 때, D3 내 현재 채워진 블록은 다시 판독되고, 오류율이 소정의 임계값을 초과한다면, 현재의 D3 블록은 거절되고 재시도가 행해져 데이터가 새로은 D3 블록에 다시 폴딩된다. 새로운 D3 블록은 다시 판독되고 과잉의 오류율에 대해 체크된다. 새로운 D3 블록이 통과한다면, 이것은 양호한 데이터를 갖는 것이며 D1 내 원 데이터를 폐용이 되게 한다. 새로운 D3 블록이 다시 과잉의 오류율을 보인다면, 새로운 D3 블록은 다시 폐기된다. 소정 회수의 재시도들 후에 과잉의 오류율이 지속된다면, 어떠한 더 이상의 재시도도 시도되지 않으며 D1에서 D3으로의 폴딩 동작은 그만두고 원 데이터는 D1에 유지된다. 이때 메모리 장치는 추가의 프로그래밍 동작들에 대해 너무 노후한 것으로 간주되고 메모리 장치에 저장된 현존의 데이터의 무결성을 보존하기 위해 판독만 되게 한다.

도 20a 내지 도 20c는 D1 부분 및 D3 부분으로 구성된 메모리에서 기입후 판독 오류 관리를 구현하기 위한 여러 예들을 도시한 것이다. D1 부분 및 D3 부분으로 구성된 메모리는 전체 개시된 바를 참조로서 본원에 포함시키는 본원과 동일자로 출원된 Gorobets 등의 "MAINTAINING UPDATES OF MULTI-LEVEL NON-VOLATILE MEMORY IN BINARY NON-VOLATILE MEMORY" 명칭의 미국특허출원에 개시되어 있다.

도 20a는 발명의 바람직한 실시예에 따라 두 부분들로 분할된 메모리 어레이를 도시한 것이다. 메모리 셀들의 어레이(200)(도 1 참조)는 제 1 부분(410) 및 제 2 부분(420)으로 분할된다. 제 2 부분(420)은 각 셀이 복수 비트들의 데이터를 저장하는 고밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 제 1 부분(410)은 각 셀이 제 2 부분보다 적은 수의 비트들을 저장하는 저밀도 저장으로서 구성되는 메모리 셀들을 갖는다. 예를 들면, 제 1 부분에 메모리 셀은 제 2 부분에 3 비트들의 데이터에 비해 1 비트의 데이터를 저장하게 구성된다. 셀당 1 비트의 데이터를 저장하는 제 1 부분은 D1이라 할 것이며 셀당 3 비트의 데이터를 저장하는 제 2 부분은 D3이라 할 것이다. 앞에 논의에 비추어, 제 1 부분은 제 2 부분에 비해 훨씬 더 넓은 오류 마진을 갖고 동작할 것이다. 이에 따라, 제 1 부분에서 메모리 동작들은 제 2 부분에서보다는 덜 오류를 가질 것이다.

일실시예에서, 제 1 부분(410) 또는 D1은 제 1 섹션(411) 및 제 2 섹션(412)으로 더욱 분할된다.

단계 (1)에서, 호스트 기입 동안, 입력 데이터는 먼저 제 1 섹션(411)에 캐시되거나 제 2 섹션(412)에 곧바로 기입된다. 입력 데이터가 조각나 있다면, 있다면, 먼저 제 1 섹션에 캐시된다. 입력 데이터가 실질적으로 연이어 있는 순차적인 데이터라면, 제 2 섹션(412)에 곧바로 페이지별로 기입된다.

단계 (2)에서, 어째든, 입력 데이터는 종국에는 기입된 페이지들이 블록들(m.1, m.2, m.3)과 같은 가상의 D1 블록들에 놓여지는 제 2 섹션(412)에 있게 된다. 각 블록이 명확한 일 그룹의 논리 어드레스들로부터 데이터를 내포하는 수법에서, 가상 블록은 물리 블록에 대응하지 않고 여전히 몇몇 물리 D1 블록들에 걸쳐 분산된 일 그룹의 논리 어드레스들을 가질 수 있다.

단계 (3)에서, 데이터가 D1에 의해 페이지별로 기입되고 있을 때, D1에 트리플렛 바이너리 페이지들이 있을 땐, D3에 단일의 3-비트 페이지에 카피될 수 있고 이는 D1에서 D3으로의 폴딩이라고도 한다.

향상된 기입후 판독 오류 관리("EPWR")를 이행함으로써, 메모리 수명의 어떤 지점에서 기입후 판독 오류 관리가 시작될 것이다.

단계 (4)에서, D3 블록(m)은 이에 가상의 D1 블록들(m.1, m.2, m.3)의 전체 페이지들이 폴딩된 후에 완료된다. 이후에, D3 블록 내 데이터가 다시 판독되어 ECC 오류들에 대해 체크되는 EPWR에 의해 처리될 수 있다. ECC 오류들의 수가 파일 시스템 구성 파일에 설정된 파라미터 E_w_check에 의해 주어진 것과 같은 소정의 임계값 미만이라면, D3 블록 내 데이터는 유효한 것으로 간주된다. 대응하는 D1 페이지들은 안전하게 대체되고 폐기될 수 있다.

도 20b는 도 20a의 D3 블록이 기입후 판독 테스트에 실패한 다른 예를 도시한 것이다. 단계 (1) 내지 단계 (3)은 도 20a와 동일하다.

단계 (4')에서, D3 블록 내 데이터가 다시 판독될 때, ECC 오류의 수는 E_w_check보다 큰 것으로 발견된다. 이것은 D3 내 데이터가 거의 중요하지 않아 사용될 수 없음을 의미한다.

단계 (5)에서, 현존의 D3 블록이 기입후 판독 테스트에 실패한 경우에, EPWR은 데이터를 새로운 D3 블록에 폴딩함으로써 재시도를 지시한다.

단계 (6)에서, 새로운 D3 블록 내 데이터에 또 다른 기입후 판독 테스트가 행해진다. 이것이 테스트를 통과한다면, 새로운 D3 블록 내 데이터는 유효한 것으로 간주된다. 대응하는 D1 페이지들은 안전하게 대체되고 폐기될 수 있다.

도 20c는 도 20b의 새로운 D3 블록이 기입후 판독 테스트에 다시 실패한 또 다른 예를 도시한 것이다. 단계 (1) 내지 단계 (5)은 도 20b와 동일하다.

단계 (6')에서, 새로운 D3 블록에 데이터가 다시 판독될 때, ECC 오류들의 수가 E_w_check보다 큰 것으로 발견된다. 이것은 재시도된 D3 블록에 데이터가 여전히 양호하지 않고 사용될 수 없음을 의미한다.

EPWR은 프로세스는 또 다른 D3 블록에 추가의 재시도를 지시할 수 있다. 재시도들의 횟수는 파일 시스템 구성 파일에 파라미터, EPWR_Retries에 의해 설정된다. 예를 들면, EPWR_Retries이 1이라면, 프로세스는 새로운 블록이 테스트에 실패한 후엔 종료할 것이다.

이 경우에, 단계 (7)에서, 새로운 D3 블록은 사용될 수 없고, 파일 시스템은 대신 D1에 있는 대응하는 데이터에 곧바로 액세스할 것이다.

도 21은 향상된 기입후 판독 오류 관리에 연관된 파라미터들의 예를 예시한 표이다. 표는 바람직하게는 메모리에 저장된 파일 시스템 구성 파일에 유지된다.

E_pw_check - ECC 비트 레벨의 어떤 #에서 D3 블록이 매우 위험한 것으로 간주되어 새로운 D3 블록으로, D1에서 D3으로의 폴딩의 재시작이 요구됨을 명시하기 위해 파일 시스템 구성 파일에 설정된 변수.

ECC_threshold_SLC - 변수는 EPWR을 계속할지 하지 않을지를 판단하기 위해서 비교하기 위해 SLC 임계값을 유지하기 위해 파일 시스템 구성 파일에서 필요하다.

EPWR_enable_flag - 파일 시스템 구성 파일에서 제어되는 것으로 0 = 셋 되지 않음(디폴트); 1 = EPWR이 활성화되었을 때 셋 된다.

Hot_count_enable_flag - 0 = 활성화되지 않음; 1 = 활성화됨.

Hot_count_threshold EPWR - 어떤 핫 카운트 레벨에서 EPWR이 필요하게 되는지를 명시하기 위해 파일 시스템 구성 파일에 설정된 변수. 모든 D3 블록들의 핫 카운트 < 핫 카운트 임계값이고, EPWR 인에이블 플래그 조차도 온 되었다면, EPWR 프로세스는 트리거되지 않는다.

EPWR_verify_page_budget - 얼마나 많은 페이지들이 EPWR의 1 국면 동안 판독될 수 있는가를 명시하기 위해 파일 시스템 구성 파일에 설정된 변수.

EPWR_retries - 재시도 횟수들의 수를 한정하기 위한 파일 시스템 구성 파일 내 변수.

D3_Block_max_retries - 수명동안에 D3 블록에 대해 재시도 횟수들의 총 수를 제한하기 위한 파일 시스템 구성 파일에 변수.

도 22a는 D1에서 D3으로 폴딩을 갖는 메모리에 적용되는 EPWR 오류 관리의 바람직한 구현을 예시한 흐름도이다.

단계(800): 시작.

단계(810): 도 20a에 관련하여 기술된 바와 같이 D1의 3개의 바이너리 데이터 페이지들로부터 데이터가 D3의 한 제 3의 페이지에 프로그램되는 D1에서 D3으로의 폴딩.

단계(812): D3 블록가 완전히 채워졌나? 완전히 채워졌다면, 단계(820)으로 가고, 그렇지 않다면 단계(810)로 되돌아간다.

단계(820): 향상된 기입후 판독 오류 관리("EPWR")가 활성화되었나? 장치-연수에 종속적인 활성화에 대한 더 상세한 것이 도 22b에 주어져 있다. EPWR이 활성화된다면, 단계(830)에서 EPWR을 처리한다. 그렇지 않다면, 기입된 D3 블록의 무결성은 알 수 없지만, 낙관적으로 양호한 것으로 가정된다. 단계(850))로 간다.

단계(830): EPWR을 처리한다. EPWR의 더 상세한 구현은 도 22c에 주어져 있다.

단계(840): 고 레벨에서, 필수적으로, EPWR은 D3 블록의 기입후 판독 및 ECC 오류들의 레이트의 테스트를 수행한다. 오류들이 E_w_check(도 21 참조)을 초과하지 않는다면, D3 블록은 양호하다. 단계(850)로 간다. 그렇지 않다면, D3 블록 내 데이터는 사용될 수 없고 새로운 D3 블록에 D1 데이터를 폴딩하는 재시도가 고려된다. 단계(860)로 간다.

단계(850): D3 블록은 양호한 것으로 간주되고 따라서 D1 내 데이터의 원 카피는 폐용시켜 폐기되게 할 수 있다.

단계(860): 도 22c에 상세히 나타낸 횟수 고찰들에 기초하여 새로운 D3 블록에 대해 재시도 여부를 판단한다. 재시도가 허용되지 않는다면, 단계(870)로 간다. 그렇지 않다면 단계(862)로 간다.

단계(862): D1에서 D3으로의 폴딩이 새로운 D3 블록에 대해 반복된다. 또 다른 블록을 처리하기 위해 되돌아 간다.

단계(870): D3 블록 내 데이터는 양호하지 않은 것으로 간주되고, 따라서 데이터는 D1 내 원 카피로부터 액세스되어야 한다.

단계(872): 이 단계는 D3 블록을 재기입하려는 시도에서 다수의 비성공적 재시도들 후에 도달되기 때문에, 메모리는 이의 수명 말기에 가까운 것으로 간주된다. 프로그래밍 동작들에 기인하여 임의의 데이터 변질을 방지하기 위해 판독전용 상태에 놓여진다. 단계(890)로 간다.

단계(890): 완료.

도 22b는 향상된 기입후 판독 오류 관리의 장치-연수에 종속적인 활성화 특징을 더 상세히 예시한 것이다. 도 22a에 단계(820)는 다음을 더 포함하기 위해 도 22b에 도시되었다:

단계(822): EPWR_enable_flag(도 21 참조)가 활성화되었는지 체크한다. 활성화되지 않았다면, EPWR은 전혀 이행되지 않는다. 디폴트에 의해 D3 블록이 양호한 것으로 간주되는 단계(850)로 간다. 활성화된다면, 메모리 장치의 어떤 연수가 지난 후에 EPWR이 시작되어야 할지를 제어하기 위해 단계(824)로 간다.

단계(824): Hot_count_enable_flag(도 21 참조)가 활성화되었는지 체크한다. 활성화되지 않았다면, EPWR은 메모리 장치의 수명 초기부터 이행된다. EPWR를 처리하기 위해 단계(830)로 곧바로 간다. 플래그가 활성화되었다면, 언제 EPWR을 개시해야 할지를 제어하는 단계(826)으로 간다.

단계(826): D3 블록들 중 어느 것이 Hot_count-threshold_EPWR에 값을 초과하는 핫 카운트를 갖는지를 체크한다. 초과하지 않았다면, 메모리 장치는 아직 초기이며 쉽게 과잉의 오류들이 발생하지 않으며 단계(850)로 진행하여 EPWR은 근본적으로 보류된다. 핫 카운트가 임계값을 초과하였다면, 메모리 장치는 오류들이 현저해졌을 때 연수에 도달된 것이며 EPWR 프로세스로부터 잇점을 얻을 것이다. 단계(830)로 진행하여 EPWR를 처리한다.

도 22c는 향상된 기입후 판독 오류 관리의 바람직한 구현을 상세히 도시한 것이다. 도 22a에서 단계(830)는 다음을 도 포함한 것으로 도 22c에 도시되었다:

단계(832): D3 블록의 기입후 판독 및 가능한 재시도들을 행하는데 사용할 수 있는 처리 시간이 있는지를 체크한다. 가용한 시간은 바람직하게는 전경(fore그라운드)에서 호스트 지령의 실행 동안 미사용된 시간으로부터 취해진다. 필요하다면, 프로세스는 각 호스트 지령 동안 여분의 시간을 더 잘 이용하기 위해서 더 작은 청크들로 분할될 수 있다. 프로세스를 시작한 가용한 시간이 있다면, 단계(834)로 가고, 그렇지 않다면 단계(838)로 간다.

단계(834): 프로세스를 시작하거나, 아니면 프로세스가 이미 시작되었지만 그 사이에 중단되었다면 프로세스를 계속한다.

단계(836): D3로부터 한 페이지의 데이터를 판독하여 EDC (오류 검출 코드)을 체크하기 위해 제어기에 전송한다. 단계(838)로 간다.

단계(840): EPWR은 D3 블록의 기입후 판독 및 ECC 오류들의 레이트의 테스트를 수행한다. 오류들이 E_pw_check(도 21 참조)를 초과하지 않는다면, D3에 있는 테스트되는 페이지는 양호하다. 단계(842)로 간다. 페이지가 양호하지 않은 것으로 테스트된다면, D3 블록 내 데이터는 사용될 수 없고 새로운 D3 블록에 D1 데이터를 폴딩하는 재시도가 고려된다. 단계(864)로 간다.

단계(842): D3 블록 내 모든 페이지들이 테스트되었나? 그렇지 않다면, 단계(844)로 진행하여 다음 페이지를 처리한다. 전체 블록이 양호한 것으로 테스트되었다면, 단계(850)로 간다.

단계(844): D3 블록 내 다음 페이지를 선택한다. 단계(836)로 되돌아 간다.

단계(862): 재시도가 시도되기 전에, 재시도 횟수가 이미 설정된 한계값, EPWR_Retries(도 21 참조)을 초과하였는지 체크한다. 그렇지 않다면, 단계(866)로 진행함으로써 재시도가 시도된다. 재시도 횟수가 설정된 한계값을 초과하였다면, 메모리 장치는 이의 수명 말기에 있는 것으로 간주되고 제어는 단계(870)로 간다.

단계(866): 재시도를 시도하기 전에 또 다른 고려사항은 과잉의 오류들이 D1 내 데이터에 고유한 것이고 D1에서 D3으로 프로그래밍 오류들에 기인한 것이 아닌 것인지를 체크하는 것이다. D1 데이터는 먼저 과잉의 ECC 오류들에 대해 체크된다. 오류의 수가 ECC_threshold_SLC와 같은(도 21 참조) 소정의 임계값을 초과하였다면, 재시도할 필요가 없다. 단계(834)로 되돌아가서 다른 D3 블록을 처리한다.

그러나, 이하 기술된 바와 같은 선택적 특징이 구현된다면, 대신에 선택적 단계(868)로 진행한다. 한편, D1 데이터가 양호하다면, 단계(869)에서 다른 D3 블록의 재시도를 시도한다. 또 다른 실시예에서, 단계(866)은 단계(862) 전에 수행된다.

또한, 도 22c는 점선 박스들로 나타낸 바와 같은 선택적 특징들을 도시한다. 한 선택은 블록이 이의 수명동안 너무 많은 재시도가 행해졌는지를 체크하기 위해 단계(864) 및 단계(865)에 의해 예시된다. 그러하다면, 블록의 물리적 무결성이 문제될 수 있고 다시 사용되지 않도록 블록을 폐기하는 것이 최선이다. 이 선택이 이행될 때, 단계(862)에서 아니오로부터 흐름은 단계(864)로 가게 될 것이다.

단계(864): D3 블록이 파라미터 Block_max-retires(도 21 참조)에 의해 정의된 바와 같은 임계값 이상으로 재시도들이 행해졌나? 그러하다면, 블록을 폐기하기 위해 단계(865)로 가고, 그렇지 않다면 추가의 재기입 판단을 위해 단계(866)로 간다.

단계(865): D3 블록은 확실한 것으로 간주되기에는 이의 수명동안 너무 많은 재시도들이 되었다. 이것은 폐기되고 순환이 정지된다. 이어서 제어는 D3 블록을 재기입하기 위해 곧바로 단계(869)로 간다.

이외 다른 선택은 D1 데이터가 매우 양호하지 않는 경우에, D3에 폴딩되기 전에 먼저 ECC에 의해 정정되고 D1에 다시 놓여지는 것이다. 이 선택이 구현되었을 때, 단계(866)에서 '예'로부터 흐름은 단계(834) 대신 단계(868)로 보내질 것이다.

단계(868): 문제가 되는 D1 데이터는 ECC에 의해 정정되고 D1에 다시 놓여진다. 단계(869)으로 간다.

가속화된 기입후 판독

앞에 단락들은 데이터들이 기입된 후에("프로그램된"이라고도 함) 실제로 이들을 다시 판독하는 기술들을 기술하였다. 이 기술을 "PWR"(기입후 판독)이라고 한다. 앞에 기술된 발명의 일면에 따라, PWR 기술은 향상된 것으로 "EPWR"(향상된 기입후 판독)이라 한다. 이 경우에, PWR 동작은 필요할 때만 턴 온 된다. 예를 들면, PWR은 메모리가 사용을 통해 더 많은 오류들을 나타내기 시작한 후에만 개시된다. 이것은 PWR에 연관된 오버헤드들의 일부를 완화시킬 것이다.

발명의 또 다른 면에 따라서, 어떤 것이 기입되었는지를 체크하기 위해 모든 메모리 셀들을 기입후 판독하는 것은 많은 시간 및 시스템 자원들을 소비할 수도 있을 것는 것으로 이 대신에, 기입후 판독은 유사한 오류율을 가진 모집단의 메모리 셀들을 나타내는 작은 한 샘플의 메모리 셀들에만 수행된다. 샘플의 기입후 판독이 소정의 값 이내의 오류율을 나타낼 때, 모집단은 체크를 통과한 것으로 가정된다. 그렇지 않다면, 모집단의 셀들에 이전에 기입된 데이터는 너무 많은 오류를 가진 것으로 간주되고 동일 영역 내 다른 위치에 혹은 본시 낮은 오류율을 갖는 메모리의 다른 영역에 다시 재기입된다.

앞에 설명된 바와 같이, 기입후 판독 체크는 프로그래밍 동작의 일부는 통상적 프로그램 검증과는 다르다. 셀을 프로그래밍할 때 셀에는 프로그래밍 전압들이 펄스로 가해진다. 각각의 펄스 사이에서 셀의 프로그램된 임계값이 기준 판독 임계값과 비교된다. 일단 셀의 임계값이 기준 판독 임계값을 지나 프로그램된 것으로 검출되면, 셀은 이의 비트라인에 인가되는 프로그램 금지 전압에 의해 재차 프로그래밍되지 못하게 된다. 이에 따라, 프로그램-검증은 셀이 기준 임계값을 지나 프로그램되었는지만 보장하고 발생하였을 수도 있을 임의의 과도(over) 프로그래밍의 어떠한 표시도 주지 않는다. MLC 메모리에 대한 판독 동작은 실제로는 프로그램된 임계값이 한 쌍의 기준 임계값들 사이에 있는지를 체크한다.

MLC 메모리에서 각 셀은 한 비트 이상의 데이터를 저장한다. 예를 들면 D2 메모리에서, 각 셀은 2 비트의 데이터를 저장한다. 셀들에 의해 지원되는 임계값 윈도우는 기준 임계값에 의해 2등분으로 분할된다. 셀의 프로그램된 임계값이 제 1 반분에 놓여있을 때, 이것은 1 비트 값, 예를 들면, '1'을 가지며 제 2 반분에 있을 때, 이것은 다른 비트 값, 예를 들면, '0'을 갖는다. 유사하게, D3 메모리에서, 각 셀은 3 비트의 데이터를 저장하며 D4 메모리에서, 각 셀은 4 비트의 데이터를 저장한다. 일반적으로, Dm 메모리에 있어서, 각 셀은 m 비트들을 저장하며, 임계값 윈도우는 2^m-l 기준 임계값들에 의해 2^m 전압 대역들로 분할된다. 코딩 수법은 전압 대역들 각각에 m-비트 코드 워드를 할당하기 위해 사용된다.

2-비트 혹은 4-상태 메모리에 대한 예시적인 바람직한 " LM " 코딩

도 23(0) - 도 23(3)은 바람직한 2-비트 논리 코드("LM" 코드)로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 페이지별 프로그래밍을 예시한 것이다. 페이지의 각 메모리 셀로부터 2 코드 비트들은 2개의 논리 페이지들을 형성하며 각 페이지는 페이지의 모든 메모리 셀들로부터 구성된 한 코드 비트들로부터 형성된다. 프로그래밍은 하위 페이지에서 상위 페이지로 논리-페이지별로 수행될 수 있다. 이 코드는 내고장성(fault-tolerance)을 제공하며 BL-BL 플로팅-게이트 커플링(유핀) 효과를 완화시킨다.

도 23(0)은 4-상태 메모리 어레이의 임계 전압 분포들을 도시한 것이다. 각 메모리 셀의 가능한 임계 전압들은 4개의 가능한 메모리 상태들, "Gr", "A", "B" 및 "C"을 구분짓기 위해 4개의 영역들로 분할되는 임계값 윈도우에 걸쳐 있다. "Gr"은 엄격한 분포 내의 소거된 상태인 그라운드(ground) 상태이며, "A", "B" 및 "C"은 3개의 점진적으로 프로그램된 상태들이다. 판독 동안, 4개의 상태들은 3개의 구분 기준 임계값들, D_A, D_B 및 D_C에 의해 구분된다.

도 23(3)은 4개의 가능한 메모리 상태들을 나타내기 위한 바람직한 2-비트 LM 코딩을 도시한 것이다. 메모리 상태들(즉, "Gr", "A", "B", "C") 각각은 한 쌍의 "상위, 하위" 코드 비트들, 즉 각각 "11", "01", "00", "10"으로 표현된다. LM 코딩은 상위 및 하위 비트들이 상태들 "A" 및 "C"에 대해 반대로 되어 있는 점에서 종래의 그레이(Gray) 코드와는 다르다. "LM" 코드는 미국특허 6,657,891에 개시되어 있고, 전하들에 큰 변화를 요구하는 프로그램 동작들을 피하게 함으로써 이웃한 플로팅 게이트들 간에 전계-효과 커플링을 감소시키는데 잇점이 있다. 도 23(2) 및 도 23(3)에 보이게 되는 바와 같이, 각 프로그래밍 동작은 임계 전압들(V_T)의 적절한 변화로부터 명백한 바와 같이 전하 저장 유닛에 전하들이 적절하게 변화되게 한다.

코딩은 2 코드 비트들인 "하위" 및 "상위" 비트들이 개별적으로 프로그램되고 판독될 수 있게 설계된다. 하위 비트를 프로그래밍할 때, 셀의 임계 레벨은 "소거된" 영역에 머물러 있거나 아니면 임계값 윈도우의 "하위 중간" 영역으로 이동된다. 상위 비트를 프로그래밍할 때, 이들 두 영역들 중 어느 한 영역에서 셀의 임계 레벨은 임계값 윈도우의 "하위 중간" 영역에서 약간 더 높은 레벨로 더 나아간다.

도 23(1) 및 도 23(2)은 2-비트 LM 코드를 사용한 하위 페이지 프로그래밍을 도시한 것이다. 내고장성(fault-tolerant) LM 코드는 임의의 중간 상태들을 거쳐가는 임의의 후속되는 상위 페이지 프로그래밍을 피하게 설계된다. 이에 따라, 제 1 회째에 하위 페이지 프로그래밍은 하위 비트가 "1"이면 셀이 "소거된" 또는 "Gr" 상태에 그대로 있게 하거나, 하위 비트가 "0"이면 셀이 "하위 중간" 상태로 프로그램되게 한다. 기본적으로, "Gr" 또는 "그라운드" 상태는 완전히 소거된 상태들을 명확한 일범위의 임계값들 이내로 프로그램되게 함으로써 엄격한 분포를 가진 "소거된" 상태이다. "하위 중간" 상태들은 메모리 상태 "A"와 메모리 상태 "B" 사이에 걸쳐있는 넓은 분포의 임계 전압들을 가질 수 있다. 프로그래밍 동안, "하위 중간" 상태는 D_A와 같은 개략적인 구분점을 기준으로 하여 검증된다.

도 23(2) 및 도 23(3)은 2-비트 LM 코드를 사용한 상위 페이지 프로그래밍을 도시한 것이다. 상위 페이지 프로그래밍은 제 1 회째의 하위 페이지 프로그래밍을 기초로 하여 수행된다. 주어진 상위 상위 비트는 하위 비트의 값에 따라 서로 다른 메모리 상태들을 나타낼 수 있다. 제 2 회째의 프로그래밍에서, 하위 비트가 "1"에 있는 상태에서 셀이 "1"로서 상위 비트를 갖는다면, 즉 (1,1)이라면, 이 셀에 대한 프로그래밍은 없으며 "Gr" 상태로 그대로 있는다. 하위 비트가 "1"에 있는 상태에서 셀이 "0이면, 셀은 "Gr" 상태에서 "A" 상태로 프로그래밍된다. "A"로 프로그래밍 하는 동안, 구분점 DV_A을 기준으로 하여 검증한다. 한편, 셀이 하위 비트가 "0"에 있는 상태에서 "0"으로서 상위 비트를 갖는다면, 즉, (0,0)이라면, 셀은 "하위 중간" 상태에서 "B"로 프로그래밍된다. 구분점 DV_B를 기준으로 하여 프로그램 검증된다. 유사하게, 셀이 하위 페이지가 "0"에 있는 상태에서 "1"로서 상위 비트를 갖는다면, 즉, (1,0)이라면, 셀은 "하위 중간" 상태에서 "C"로 프로그래밍된다. 프로그램 검증은 구분점 DV_C를 기준으로 한다. 상위 페이지 프로그래밍은 "Gr" 상태 또는 "하위 중간" 상태에서 다음 이웃한 메모리 상태로 프로그래밍하는 것만을 수반하기 때문에, 한 회에서 다른 회에 걸쳐 많은 량의 전하들이 바뀌지 않는다. 또한, "Gr"에서 개략적인 "하위 중간" 상태로 하위 페이지 프로그래밍은 시간을 절약하게 설계된다.

도 24a는 2-비트 LM 코드로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 하위 비트를 구별하기 위해 요구되는 판독 동작을 도시한 것이다. 디코딩은 상위 페이지가 프로그램되었는지 여부에 따를 것이다. 상위 페이지가 프로그램되어 있다면, 하위 페이지를 판독하는 것은 구분 임계 전압(D_B)을 기준으로 readB의 한번의 판독 패스(pass)를 요구할 것이다. 반면, 상위 페이지가 프로그램되어 있지 않다면, 하위 페이지는 "중간" 상태(도 23(2) 참조)으로 프로그램될 것이며 readB를 오류를 야기할 것이다. 그보다는, 하위 페이지를 판독하는 것은 구분 임계 전압(D_A)을 기준으로 readA을 한번의 판독 패스를 요구할 것이다. 두 경우들을 구별하기 위해서, 상위 페이지가 프로그램되고 있을 때 상위 페이지에 플래그("LM" 플래그)가 기입된다(일반적으로 오버헤드 또는 시스템 영역에). 판독 동안, 상위 페이지가 프로그램되었으며 따라서 readB 동작이 수행될 것으로 먼저 가정할 것이다. LM 플래그가 판독된다면, 가정은 맞는 것이며 판독 동작이 행해진다. 반면, 첫번째 판독이 플래그를 유발하지 않았다면, 상위 페이지는 프로그램되지 않았으며 따라서 하위 페이지는 readA 동작에 의해 판독되어야 할 것임을 나타낼 것이다.

도 24b는 2-비트 LM 코드로 엔코딩되는 4-상태 메모리의 상위 비트를 구별하기 위해 요구되는 판독 동작을 도시한 것이다. 도면으로부터 명백한 바와 같이, 상위 페이지는 각각 구분 임계 전압들(D_A 및 D_C)을 기준으로 한 readA의 2-패스 판독을 요구할 것이다. 유사하게, 상위 페이지의 디코딩은 상위 페이지가 아직 프로그램되지 않았다면 "중간" 상태에 의해 혼돈될 수도 있다. 다시 LM 플래그는 상위 페이지가 프로그램되었는지 여부를 나타낼 것이다. 상위 페이지가 프로그램되지 않았다면, 판독 데이터는 상위 페이지 데이터가 프로그램되지 않았음을 나타내는 "1"로 리셋될 것이다.

판독이 "풀-시퀀스" 판독 또는 "전(all)-비트" 판독에서처럼 모든 시퀀스의 구분된 상태들을 전부 거쳐야 하는 것이라면, 판독은 메모리 전압들 D_A, D_B, D_C을 기준으로 수행된다. 모든 가능한 상태들은 풀-시퀀스 판독에 의해 구별되기 때문에, 임의의 LM 플래그에 대해 체크할 필요성이 없다. 이 모드의 판독에서, 모든 비트들은 함께 판정된다.

3-비트 또는 8-상태 메모리에 대한 예시적인 바람직한 " LM " 코딩

2-비트 LM 코드에 대한 예는 유사하게 3-비트 혹은 그 이상의 수의 비트들로 확장될 수 있다.

도 25(0) - 도 25(4)는 바람직한 3-비트 논리 코드("LM" 코드)로 엔코딩되는 8-상태 메모리의 프로그래밍을 도시한 것이다. 페이지의 각 메모리 셀로부터 3 비트들은 3개의 논리 페이지들을 형성하며 프로그래밍은 논리-페이지 별로 수행될 수 있다. 이 코드는 앞에서 기술된 2-비트 LM 코딩과 유사하며 8개의 가능한 메모리 상태들을 엔코딩하기 위한 3 비트들로의 확장이다. 도 25(0)은 8-상태 메모리 어레이의 임계 전압분포들을 도시한 것이다. 각 메모리 셀의 가능한 임계 전압들은 8개의 가능한 메모리 상태들, "Gr", "A", "B", "C", "D", "E", "F" 및 "G"을 구분하기 위해 8개의 영역들로 분할되는 임계값 윈도우에 걸쳐 있다. "Gr"은 그라운드 상태이며, 이것은 엄격한 분포 내에 소거된 상태이며 "A" - "G"는 7개의 점진적으로 프로그램된 상태들이다. 판독 동안에, 8개의 상태들은 8개의 구분 기준 임계값들, D_A - D_G에 의해 구분된다.

도 25(4)는 8개의 가능한 메모리 상태들을 나타내기 위한 바람직한 3-비트 LM 코딩을 도시한 것이다. 8개의 메모리 상태들 각각은 3가지의 "상위, 중위, 하위" 비트들, 즉 각각 "111", "O11", "001", "101", "100", "000", "010", "110"로 표현된다. 도 25(1) 및 도 25(4)에서 보는 바와 같이, 각 프로그래밍 동작은 임계 전압들(V_T)에서 적절한 변화로부터 명백한 바와 같이 전하 저장 유닛에 전하들이 적절히 변화되게 한다.

코딩은 3 코드 비트들로서 "하위", "중위" 및 "상위" 비트들이 개별적으로 프로그램되고 판독될 수 있게 설계된다. 이에 따라, 제 1 회째의 하위 페이지 프로그래밍은 하위 비트가 "1"이라면 셀을 "소거된" 혹은 "Gr" 상태에 있게 하고 하위 비트가 "0"이면 "하위 중간" 상태로 프로그램되게 한다. 기본적으로, "Gr" 또는 "그라운드" 상태는 완전히 소거된 상태들을 명확한 일범위의 임계값들 이내로 프로그램되게 함으로써 엄격한 분포를 가진 "소거된" 상태이다. "하위 중간" 상태들은 메모리 상태 "B"와 메모리 상태 "D" 사이에 걸쳐있는 넓은 분포의 임계 전압들을 가질 수 있다. 프로그래밍 동안, "하위 중간" 상태는 D_B와 같은 개략적인 구분 기준 임계값을 기준으로 하여 검증될 수 있다. 중간 비트를 프로그래밍할 때, 셀의 임계 레벨은 하위 페이지 프로그래밍으로부터 비롯되는 두 영역들 중 한 영역부터 시작하여 4개의 가능한 영역들 중 한 영역으로 이동할 것이다. 상위 비트를 프로그래밍할 때, 셀의 임계 레벨은 중위 페이지 프로그래밍으로부터 비롯되는 4개의 가능한 영역들 중 한 영역부터 시작하여 8개의 가능한 메모리 상태들 중 한 상태로 이동할 것이다.

일반적으로, 한 페이지의 메모리 셀들은 각 메모리 셀이 3 비트들을 갖고, 병렬로 프로그램된다. 이에 따라, 한 페이지의 메모리 셀들은 3개의 논리 데이터 페이지들을 갖는 것으로서 간주될 수 있고 각 논리 데이터 페이지는 페이지의 모든 셀들의 한 코드 비트로부터 구성된다. 이에 따라, "하위 비트" 페이지는 페이지의 모든 메모리 셀들의 하위 비트로부터 형성되고, "중위 비트" 페이지는 모든 셀의 중간 비트로부터 형성되고, "상위 비트" 페이지는 페이지의 모든 셀의 상위 비트로부터 형성된다.

도 25(1) 및 도 25(2)는 3-비트 LM 코드를 사용한 하위 페이지 프로그래밍을 도시한 것이다. 내고장성 LM 코드는 임의의 중간 상태들을 거쳐가는 임의의 후속되는 상위 페이지 프로그래밍을 피하게 설계된다. 이에 따라, 제 1 회째의 하위 페이지 프로그래밍은 하위 비트가 "1"이라면 셀을 "소거된" 혹은 "Gr" 상태에 있게 하고 하위 비트가 "0", 즉 (x,x,O)이면 "하위 중간" 상태로 프로그램되게 한다. 기본적으로, "Gr" 또는 "그라운드" 상태는 완전히 소거된 상태들을 명확한 일범위의 임계값들 이내로 프로그램되게 함으로써 엄격한 분포를 가진 "소거된" 상태이다. "하위 중간" 상태들은 메모리 상태 "B"와 메모리 상태 "D" 사이에 걸쳐있는 넓은 분포의 임계 전압들을 가질 수 있다. 프로그래밍 동안, "하위 중간" 상태는 D_B와 같은 구분점을 기준으로 하여 검증된다.

도 25(2) 및 도 25(3)은 3-비트 LM 코드를 사용한 중위 페이지 프로그래밍을 도시한 것이다. 중위 페이지 프로그래밍은 제 1 회째의 하위 페이지 프로그래밍에 기초하여 수행된다. 주어진 중위 비트는 하위 비트에 따라 서로 다른 메모리 상태들을 나타낼 수 있다. 제 2회째의 프로그래밍에서, 셀이 하위 비트가 "1"에 있는 동안 중위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉, (x,1,1)이라면, 이 셀에 대한 프로그래밍은 없으며 "Gr" 상태로 그대로 있는다. 하위 비트가 "1"인 상태에서 중위 비트가 "0"이라면, 즉 (x,O,1)이라면, 셀은 "Gr" 상태에서 "A"와 "B" 사이에 걸쳐있는 제 1 "중위의 중간" 상태로 프로그램된다. 제 1 "중위의 중간" 상태로 프로그래밍 동안, DV_A를 기준으로 하여 검증된다. 반면, 셀이 하위 비트가 "0"에 있는 동안 중위 비트를 "0"으로서 갖는다면, 즉, (x,O,O)이라면, 셀은 "하위 중간" 상태에서 "C"와 "D" 사이에 걸쳐있는 제 2의 중위의 중간" 상태로 프로그램된다. DV_C를 기준으로 하여 프로그램 검증된다. 유사하게, 셀이 하위 페이지가 "0"에 있는 동안 중위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉, (x,1,O)이라면, 셀은 "하위 중간" 상태에서 "E"와 "F" 사이에 걸쳐있는 제 3의 "중위의 중간" 상태로 프로그램될 것이다. DV_E를 기준으로 하여 프로그램 검증된다.

도 25(3) 및 도 25(4)는 3-비트 LM 코드를 사용한 상위 페이지 프로그래밍을 도시한 것이다. 상위 페이지 프로그래밍은 제 1 회째 및 제 2 회째, 즉 하위 및 중위 페이지 프로그래밍에 기초하여 수행된다. 주어진 상위 비트는 하위 및 중위 비트들에 따라 서로 다른 메모리 상태들을 나타낼 수 있다. 제 회째의 프로그래밍에서, 셀이 하위 및 중위 비트가 "1"에 있는 동안 상위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉, (1,1,1)이라면, 이 셀에 대한 프로그래밍은 없으며 "Gr" 상태로 그대로 있는다. 반면, 하위 및 중위 비트가 "1"에 있는 동안 상위 비트가 "0"이라면, 즉, (0,1,1)이라면, 셀은 "Gr" 상태에서 "A" 상태로 프로그램된다. "A"로 프로그래밍하는 동안, 구분점(DV_A)을 기준으로 검증된다.

유사하게, 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "0" 및 "1"에 있는 동안 상위 비트를 "0"으로서 갖는다면, 즉 (0,0,1)이라면, 셀은 제 1의 "중위 중간" 상태에서 "B"로 프로그램된다. 구분점(DV_B)을 기준으로 프로그램 검증된다. 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "0" 및 "1"에 있는 동안 상위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉 (1,0,1)이라면, 셀은 제 1의 "중위 중간" 상태에서 "C"로 프로그램된다. 구분점(DV_C)을 기준으로 프로그램 검증된다.

유사하게, 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "0" 및 "0"에 있는 동안 상위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉 (1,0,0)이라면, 셀은 제 2의 "중위 중간" 상태에서 "D"로 프로그램된다. 구분점(DV_D)을 기준으로 프로그램 검증된다. 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "0" 및 "0"에 있는 동안 상위 비트를 "0"으로서 갖는다면, 즉 (0,0,0)이라면, 셀은 제 1의 "중위 중간" 상태에서 "E"로 프로그램된다. 구분점(DV_E)을 기준으로 프로그램 검증된다.

유사하게, 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "1" 및 "0"에 있는 동안 상위 비트를 "0"로서 갖는다면, 즉 (0,1,0)이라면, 셀은 제 3의 "중위 중간" 상태에서 "F"로 프로그램된다. 구분점(DV_F)을 기준으로 프로그램 검증된다. 셀이 하위 비트 및 중위 비트들이 각각 "0" 및 "0"에 있는 동안 상위 비트를 "1"로서 갖는다면, 즉 (1,1,0)이라면, 셀은 제 3의 "중위 중간" 상태에서 "G"로 프로그램된다. 구분점(DV_G)을 기준으로 프로그램 검증된다.

상위 페이지 프로그래밍은 "Gr" 상태 또는 "중위의 중간" 상태들 중 한 상태로부터 다음 이웃한 메모리 상태로의 프로그래밍만을 수반하기 때문에, 한 회에서 다른 회에 걸쳐 많은 량의 전하들이 바뀌지 않는다. 이것은 BL-BL 유핀 효과를 완화시키는데 도움을 준다.

이에 따라, Dm (m = 1, 2, 3,...) 메모리는 한번에 한 비트로 프로그램될 수 있고 한번에 한 비트를 판독할 수 있음을 알 것이다. 워드라인(WLn) 상에 일 그룹의 메모리 셀들이 병렬로 프로그램되거나 판독될 때, 그룹에 연관된 m 데이터 페이지들일 있을 것이며, 각 데이터 페이지는 그룹의 각 셀들로부터 한 비트에 대응한다. 점진적 판독 모드에서, 감지는 기준 임계값들의 일부에 대해 행해지고 각 감지에서 m 데이터 페이지들 중 하나만이 WLn으로부터 판독되어 제어기로 전송된다. 풀시퀀스 판독 모드에서, 감지는 모든 기준 임계값들에 대해 행해지고 모든 m 데이터 페이지들은 페이지별로 전송되기 전에 WLn으로부터 판독된다.

예를 들면, 도 4에 도시된 NAND 아키텍처를 가진 메모리의 경우에, 각 NAND 스트링은 데이터 체인의 n 메모리 셀을 갖는다. 일실시예에서, 한 행의 이러한 NAND 체인들은 도 6에 도시된 소거 블록(300)을 형성한다. 도 4에서, 한 페이지의 메모리 셀들, 이를테면 WL3 상의 페이지(70)는 병렬로 동작된다.

도 9는 워드라인(WLn) 상에 m-비트 메모리에 대한 m 데이터 페이지들 중 하나인 데이터 페이지(70')을 도시한 것이다. 앞에 기술된 바와 같이, 또 다른 바람직한 실시예에서, 점점 더 장치 집적도가 높아짐에 따라, ECC 필드를 공유하는 페이지 내 최적의 수보다 더 많은 메모리 셀들이 있을 때, 페이지(70)는 "ECC 페이지들"로 구성되는 더 작은 유닛들로 분할된다.

도 26a는 도 9에 도시된 것과 유사한 ECC 필드를 내포하는 ECC 페이지를 개요적으로 도시한 것이다. ECC 페이지(80)은 사용자 부분(82) 및 시스템 부분(84)을 포함한다. 사용자 부분(82)은 사용자 데이터의 저장을 위한 것이다. 시스템 부분(84)은 일반적으로 시스템 데이터의 저장을 위해 메모리 시스템에 의해 사용된다. 시스템 데이터에는 ECC가 포함된다. ECC는 ECC 페이지에 대해 계산된다. 전형적으로, ECC는 제어기(102)(도 1 참조) 내 ECC 프로세서(62)에 의해 계산된다. 도 26a와 도 9 간에 차이는 ECC 페이지(80)가 전체 데이터 페이지(70')을 점유하는 대신에 이것이 데이터 페이지를 구성하는 몇개 중에 하나라는 것이다.

도 26b는 데이터 페이지를 구성하는 복수의 ECC 페이지들을 도시한 것이다. 도 4에 도시된 데이터 페이지(70')와 같은 데이터 페이지는 WL 상에 한 페이지의 셀들의 각 셀로부터의 논리 비트로부터 구성된 한 세트의 데이터이다. 일반적으로 데이터 페이지를 구성하는 N개의 EEC 페이지들이 있다. 예를 들면, N=4이며, 이 경우엔 한 데이터 페이지(70')를 구성하는 4개의 EEC 페이지들(80)이 있다.

데이터가 호스트로부터 수신되었을 때, ECC 페이지의 데이터는 제어기(102) 내에 놓여지고 이의 ECC(86)가 ECC 프로세서(62)(도 1 참조)에 의해 계산된다. 자신의 ECC를 갖는 다수의 ECC 페이지들(80)은 데이터 페이지(70')로서 메모리 어레이(200)에 놓여져 기입된다. 전형적으로, 데이터 페이지(70')가 판독될 때, 데이터 페이지는 데이터 래치들(430)에 래치되고 I/O 회로들(440)에서 제어기(102)로 이동된다. 제어기(102)에서, 데이터 페이지들의 각 ECC 페이지들은 판독된 데이터에 대해 계산된 ECC의 제 2 버전에 비교되는 자신의 ECC(86)을 갖는다. ECC는 전형적으로 데이터 페이지 내 임의의 오류의 신속한 검출을 위한 오류 검출 코드("EDC")를 포함한다. 판독된 데이터 페이지 내 임의의 오류의 존재를 EDC가 나타낸다면, ECC를 실행시켜 판독된 데이터 페이지 내 오류 비틀들을 정정한다. ECC는 소정의 최대 수의 오류들까지를 정정하게 설계된다. 실제로, 메모리의 수명 중 언제든, ECC는 소정의 최대 미만의 소정의 수의 오류들을 정정하기 위한 버짓을 가질 수 있다.

2-비트 메모리에 있어서, 각 셀은 2 비트들의 데이터를 저장하며, 도 4에 예에서 각 WL에 연관된 2 데이터 페이지들이 있을 것이다. 각 데이터 페이지가 4 ECC 페이지들을 갖는다면, WL에 프로그램되고 PWR 체크를 위해 판독될 총 8개의 ECC 페이지들이 있을 것이다.

유사하게 3-비트 메모리에 있어서, 각 셀은 3 비트들의 데이터를 저장하며 도 4에 예에서 각 WL에 연관된 3 데이터 페이지들이 있을 것이다. 각 데이터 페이지가 4 ECC 페이지들을 갖는다면, WL에 프로그램되고 PWR(기입후 판독) 체크를 위해 판독될 총 12개의 ECC 페이지들이 있을 것이다.

이에 따라, 모든 WL을 기입후 PWR 체크를 수행하는 것은 12 ECC 페이지들을 감지하고 이어서 ECC 체크를 위해 제어기에 이송시키는 것을 수반할 수 있음을 3-비트 메모리에 있어서 알 것이다. ECC 디코더가 12 ECC 페이지들 중 어느 하나가 소정의 오류 버짓을 초과하였음을 발견한다면, 이 WL에의 기입은 수락불가한 것으로 간주되고 다른 WL에서 재시도된다. 예를 들면, 기입은 동일 블록 내 혹은 오류들에 대해 더 높은 허용범위(tolerance)를 갖는 메모리의 한 부분, 이를테면 1-비트 셀들을 갖는 부분 내 또 다른 WL에 재기입된다.

3-비트 메모리 예에서, 감지될 3 데이터 페이지가 있다. 도 25에 관련하여 설명으로부터 알 수 있는 바와 같이, 이것은 3 판독 사이클들이 일어날 것이며 각각은 각각의 데이터 페이지에 대한 것이다. 각각의 판독 사이클은 하나 이상의 기준 임계값들을 기준으로 하여 감지할 것이며 그러므로 WL을 판독하는 것은 시간이 걸릴 것이다. 또한, 각각의 데이터 페이지는 4 ECC 페이지들을 가지며 총 12 ECC 페이지들은 제어기로 직렬로 전송될 필요가 있을 것이다. 감지 동작들보다 더 많은 시간은 아닐지라도, 전송 동작들도 시간이 걸릴 것이다.

전체 모집단 대신 샘플에 대한 PWR 체크

발명의 일반적 실시예에서, 기입된 것에 관한 기입후 판독(PWR) 체크는 기입된 것의 일부분만을 체크함으로써 가속화된다. 기입후 판독 체크는 기입되었던 것의 샘플만에 관해 수행된다.

도 27은 가속화된 PWR의 일반적 실시예를 도시한 흐름도이다.

단계(900): 복수의 그룹들의 메모리 셀들을 제공하며, 각 그룹 내 메모리 셀들은 병렬로 동작한다.

단계(902): 데이터의 복수의 부분들을 제 1 그룹의 메모리 셀들에 프로그래밍하며, 데이터의 각 부분에는 ECC가 제공된다.

단계(910): 제 1 그룹의 메모리 셀들에 프로그램된 데이터의 샘플을 선택하며, 샘플은 데이터의 부분에서 선택되고 데이터의 복수의 부분들은 제 1 그룹에 프로그램된다.

단계(920): 상기 샘플을 판독한다.

단계(922): 오류들에 대해 상기 샘플을 체크한다.

단계(930): 샘플로부터 체크된 오류들이 소정의 수의 오류 비트들 이상일 때마다 제 2 그룹의 메모리 셀들에 상기 복수의 데이터 부분들을 다시 프로그래밍한다.

일실시예에서, 체크될 샘플은 워드라인 상에 일 그룹의 셀에 기입되는 모든 ECC 페이지들의 부분이다. 특히, 부분은 가장 큰 오류들을 갖는 것으로 추정되는 모든 ECC 페이지들 중 하나이다.

도 28은 도 27에 도시된 가속화된 PWR의 바람직한 실시예를 도시한 흐름도이다. 프로세스는 단계(910)가 단계(910')로 대체되는 것을 제외하고, 도 27의 프로세스와 유사하다.

단계(910'): 제 1 그룹의 메모리 셀들에서 프로그램된 데이터의 샘플을 선택한다. 샘플은 제 1 그룹에 프로그램된 데이터의 상기 복수의 부분들의 데이터 부분으로부터 선택되고 샘플은 제 1 그룹에 프로그램된 데이터의 상기 복수의 부분들 중에서 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 데이터의 부분이다.

도 29는 워드라인 상에 일 그룹의 3-비트 메모리 셀들이 기입된 후에 기입후 판독을 위해 선택된 샘플을 도시한 것이다. 3-비트 메모리에서는 워드라인 WL(42)에 기입되는 3 데이터 페이지들, 즉, 하위, 중위 및 상위 페이지들이 있을 것이다. 메모리의 임계값 윈도우에 여러 전압 대역들을 구분짓는 기준 임계값들의 설계된 배치에 따라, 데이터 페이지들 중 하나는 다른 것보다 약간 더 높은 오류율을 가질 수도 있다. 예를 들면, 상위 데이터 페이지가 3개의 데이터 페이지들 중 추정된 가장 큰 데이터율을 갖는다면, 이것이 선택될 것이다. 선택된 데이터 페이지에서 모든 ECC 페이지들이 동일한 오류율을 갖는 것으로 추정된다면, 제어기로 이전될 첫 번째인 위치를 가진 ECC 페이지를 선택하는 것만으로 충분하다. 또한, 코딩 수법의 선택은 오류율에 영향을 미칠 수 있다. 예를 들면, 그레이(grey) 코드는 프로그램된 임계값이 이동될 때 최소 비트 오류를 제공한다. 코딩의 선택에 따라, 동일 그룹의 메모리 셀들에 저장되는 여러 데이터 페이지들은 비슷한 혹은 서로 다른 오류율을 가질 수 있다.

실제로, 워드라인 상에 오류는 개방 회로 혹은 대단이 큰 저항을 가진 회로를 야기하는 크랙과 같은 물리적 결함에 기인할 수도 있을 것이다. 결함이 관련 셀과 WL 디코더 간에 발생한다면, 체크는 오류를 보일 것이다. 결함이 WL 디코더에서 멀리 있는 셀의 다른 측 상에서 발생한다면, 체크는 오류를 보이지 않을 수도 있다. 이에 따라, WL(42)을 따른 모든 ECC 페이지들 중에서, WL 디코더(40)에서 가장 먼 WL의 끝에 샘플 ECC 페이지(82)는 WL 상에 결함 위치에 상관없는 결함에 의해 영향을 받을 가능성이 있다.

이에 따라, 워드라인(WL)에 기입되는 복수의 데이터 페이지들이 있는 바람직한 실시예에서, WL에 기입되는 데이터를 체크하기 위해 사용되는 샘플은 먼저 가장 큰 추정된 오류율을 가진 데이터 페이지로부터 선택된다. 또한, 선택된 데이터 페이지에 복수의 ECC 페이지이 있다면, 워드라인 디코더엣허 가장 멀리 위치된 ECC 페이지가 샘플용으로 선택된다.

또 다른 실시예에서, 체크될 샘플은 블록 내 일 그룹의 셀들에 기입되는 모든 ECC 페이지들의 부분이다. 블록은 이 내에 함께 소거될 수 있는 모든 셀들을 갖는다. 특히, 부분은 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 모든 ECC 페이지들 중에 하나이다.

예를 들면, 도 4에 도시된 NAND 메모리에서, 소거 블록은 한 행의 NAND 체인들로부터 구성된다. 각 NAND 체인은 소스들 및 드레인들에 의해 데이터 체인식으로 연결되고 일단은 소스 단자에서 그리고 타단은 드레인 단자에서 종단을 이룬 16 메모리 셀들이다. 소스 단자 및 드레인 단자에 가장 가까이 있는 셀들은 더 오류가 나기 쉬운 것으로 알려져 있다. 이에 따라, 이러한 블록에 대해서, 워드라인들(WL1 또는 WL16)이 선택될 것이다. 이 경우, 바람직하게, 샘플은 워드라인 디코더에서 가장 멀리 있는 WL1의 끝에 있는 ECC 페이지이다.

한 세트의 워드라인들을 갖는 한 블록의 메모리 셀이 소거 단위로서 소거될 수 있고 이 세트의 각 워드라인에 기입되는 데이터가 체크되어야 하거나 아니면 전체 블록이 개기입되어야 하는 요건이 있는 또 다른 실시예에서, 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 세트의 WL은 우선적으로 먼저 체크된다. 이렇게 하여, 발생할 수 있을 임의의 오류가 조기에 검출될 것이며 블록의 재기입은 지연없이 시작될 수 있다.

이에 따라, 도 4에 도시된 NAND 메모리에 있어서, 워드라인들(WL1 및 WL16)이 체크를 위해 먼저 선택되어야 한다.

각각이 1-비트 데이터를 저장하는 제 1 부분 및 각각이 3-비트 데이터르 저장하는 메모리 셀들을 갖는 제 2 부분으로 분할되는 메모리에 대해 예가 주어졌을지라도, 발명은 예에 의해 한정되지 않는다.

발명의 전술한 상세한 설명은 예시 및 설명 목적으로 제시되었다. 하나도 빠뜨리는 것이 없게 하려는 것이거나 개시된 정밀한 형태로 발명을 제한하려는 것은 아니다. 위에 교시된 바에 따라 많은 수정들 및 변형들이 가능하다. 기술된 실시예들은 발명의 원리 및 이의 실제 응용을 최상으로 설명하고 그럼으로써 다른 당업자들이 발명을 여러 실시예들에서 그리고 고찰되는 특정 용도에 적합한 다양한 수정을 가하여 최상으로 이용할 수 있게 하기 위해 선택되었다. 발명의 범위는 첨부된 청구항들에 의해 정의되게 하였다.

60: 펌웨어 62: ECC 프로세서
80: 호스트 90: 플래시 메모리 장치
100: 메모리 칩 102: 제어기
110: 온칩 제어 회로 112: 상태머신
200: 메모리 어레이 430: 데이터 래치
480: 감지 모듈 490; 감지 증폭기

Claims (22)

1. 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법에 있어서,
   복수의 그룹들의 메모리 셀들을 제공하는 단계로서, 각 그룹 내 상기 메모리 셀들은 병렬로 동작하기 위한 것인, 단계;
   복수의 서브세트들(subsets)의 데이터를 제1 그룹의 메모리 셀들에 프로그래밍하는 단계로서, 각 서브세트의 데이터에는 ECC가 제공되는, 단계;
   상기 제1 그룹의 메모리 셀들에 프로그래밍된 상기 데이터의 샘플을 선택하는 단계로서, 상기 샘플은 상기 제1 그룹에 프로그래밍된 상기 복수의 서브세트들의 데이터 중 서브세트의 데이터로부터 선택되는, 단계;
   상기 샘플을 판독하는 단계;
   오류들에 대해 상기 샘플을 체크하는 단계; 및
   상기 샘플로부터 체크된 상기 오류들이 소정 수를 초과하는 오류 비트들일 때는 언제나 상기 복수의 서브세트들의 데이터를 제2 그룹의 메모리 셀들에 다시 프로그래밍하는 단계를 포함하는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
2. 제1항에 있어서,
   상기 제1 그룹의 메모리 셀들은 워드라인에 있는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
3. 제1항에 있어서,
   상기 제1 그룹은 최소 소거 단위인 한 블록의 메모리 셀들을 형성하는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
4. 제1항에 있어서,
   상기 샘플은 상기 제1 그룹에 프로그래밍된 상기 복수의 서브세트들의 데이터 중에서 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
5. 제1항에 있어서,
   상기 제1 그룹의 각 메모리 셀들은 n 비트들의 데이터를 저장하고,
   상기 복수의 서브세트들의 데이터를 프로그래밍하는 것은 n 데이터 페이지들을 상기 제1 그룹의 메모리 셀들에 저장하며, 각 데이터 페이지는 상기 제1 그룹 내의 각 메모리 셀로부터 한 비트로 구성되는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
6. 제5항에 있어서,
   n은 3인, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
7. 제1항에 있어서,
   상기 오류들에 대해 체크하는 것은 오류 비트들의 수를 판정하기 위해 상기 샘플의 상기 ECC를 체크하는 것을 포함하는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
8. 제1항에 있어서,
   상기 비휘발성 메모리를 제1 부분(portion) 및 제2 부분으로 구성하는 단계를 더 포함하고, 상기 제1 부분은 상기 제2 부분에 비해 낮은 오류율을 가지지만 낮은 밀도로 저장하여 동작하는 메모리 셀들을 가지며,
   상기 제1 그룹 및 제 2 그룹의 메모리 셀들은 상기 제2 부분에 있는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
9. 제1항에 있어서,
   상기 비휘발성 메모리를 제1 부분 및 제2 부분으로 구성하는 단계를 더 포함하고, 상기 제1 부분은 상기 제2 부분에 비해 낮은 오류율을 가지지만 낮은 밀도로 저장하여 동작하는 메모리 셀들을 가지며,
   상기 제1 그룹의 메모리 셀들은 상기 제2 부분에 있고,
   상기 제2 그룹의 메모리 셀들은 상기 제1 부분에 있는, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
10. 제1항에 있어서,
    상기 메모리는 복수의 행들의 NAND 체인들로 더 구성되고,
    각 NAND 체인은 소스 단자 및 드레인 단자에서 종단을 이루는 데이지-체인식으로 연결된 메모리 셀들의 스트링의 열이며,
    상기 샘플은 각 NAND 체인의 상기 소스 단자에 가장 가까운 메모리 셀들에 저장된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
11. 제1항에 있어서,
    상기 메모리는 복수의 행들의 NAND 체인들로 더욱 구성되고,
    각 NAND 체인은 소스 단자 및 드레인 단자에서 종단을 이루는 데이지-체인식으로 연결된 메모리 셀들의 스트링의 열이며,
    상기 샘플은 각 NAND 체인의 상기 드레인 단자에 가장 가까운 메모리 셀들에 저장된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리를 동작시키는 방법.
12. 비휘발성 메모리에 있어서,
    각 그룹 내 메모리 셀들은 병렬로 동작하기 위한 것인, 복수의 그룹들의 메모리 셀들;
    각 서브세트의 데이터에는 ECC가 제공되는, 복수의 서브세트들의 데이터를 제1 그룹의 메모리 셀들에 프로그래밍하는 프로그래밍 회로;
    상기 제1 그룹의 메모리 셀들에 프로그래밍된 상기 데이터의 샘플로서, 상기 샘플은 상기 제1 그룹에 프로그래밍된 상기 복수의 서브세트들의 데이터 중 서브세트의 데이터로부터 선택되는, 상기 샘플;
    상기 샘플을 판독하기 위한 판독 회로;
    상기 샘플 내 오류들을 체크하는 ECC 디코더; 및
    상기 샘플로부터 체크된 상기 오류들이 소정 수를 초과하는 오류 비트들일 때는 언제나 상기 복수의 서브세트들의 데이터를 제2 그룹의 메모리 셀들에 다시 프로그래밍하는 재프로그래밍 회로를 포함하는, 비휘발성 메모리.
13. 제12항에 있어서,
    상기 제1 그룹의 메모리 셀들은 워드라인에 있는, 비휘발성 메모리.
14. 제12항에 있어서,
    상기 제1 그룹은 최소 소거 단위인 한 블록의 메모리 셀들을 형성하는, 비휘발성 메모리.
15. 제12항에 있어서,
    상기 샘플은 상기 제1 그룹에 프로그래밍된 상기 복수의 서브세트들의 데이터 중에서 가장 큰 오류율을 갖는 것으로 추정된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리.
16. 제12항에 있어서,
    상기 제1 그룹의 각 메모리 셀들은 n 비트들의 데이터를 저장하고,
    상기 복수의 서브세트들의 데이터를 프로그래밍하는 것은 n 데이터 페이지들을 상기 제1 그룹의 메모리 셀들에 저장하며, 각 데이터 페이지는 상기 제1 그룹 내의 각 메모리 셀로부터 한 비트로 구성되는, 비휘발성 메모리.
17. 제16항에 있어서,
    n은 3인, 비휘발성 메모리.
18. 제12항에 있어서,
    상기 ECC 디코더는 오류 비트들의 수를 판정하기 위해 상기 샘플의 상기 ECC를 체크하는, 비휘발성 메모리.
19. 제12항에 있어서,
    제1 부분 및 제2 부분을 더 포함하고,
    상기 제1 부분은 상기 제2 부분에 비해 낮은 오류율을 가지지만 낮은 밀도로 저장하여 동작하는 메모리 셀들을 가지고,
    상기 제1 그룹 및 제2 그룹의 메모리 셀들은 상기 제2 부분에 있는, 비휘발성 메모리.
20. 제12항에 있어서,
    제1 부분 및 제2 부분을 더 포함하고,
    상기 제1 부분은 상기 제2 부분에 비해 낮은 오류율을 가지지만 낮은 밀도로 저장하여 동작하는 메모리 셀들을 가지고,
    상기 제1 그룹의 메모리 셀들은 상기 제2 부분에 있고,
    상기 제2 그룹의 메모리 셀들은 상기 제1 부분에 있는, 비휘발성 메모리.
21. 제12항에 있어서,
    상기 메모리는 복수의 행들의 NAND 체인들로 더 구성되고,
    각 NAND 체인은 소스 단자 및 드레인 단자에서 종단을 이루는 데이지-체인식으로 연결된 메모리 셀들의 스트링의 열이며,
    상기 샘플은 각 NAND 체인의 상기 소스 단자에 가장 가까운 메모리 셀들에 저장된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리.
22. 제12항에 있어서,
    상기 메모리는 복수의 행들의 NAND 체인들로 더 구성되고,
    각 NAND 체인은 소스 단자 및 드레인 단자에서 종단을 이루는 데이지-체인식으로 연결된 메모리 셀들의 스트링의 열이며,
    상기 샘플은 각 NAND 체인의 상기 드레인 단자에 가장 가까운 메모리 셀들에 저장된 서브세트의 데이터인, 비휘발성 메모리.

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