TW201102816A - Memory system, method of controlling memory system, and information processing apparatus - Google Patents

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201102816 六、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明係關於包括非揮發性半導體記憶體之記憶體系 統0 【先前技術】 作為用於電腦系統中之外部儲存器件，安裝有諸如 NAND型快閃記憶體之非揮發性半導體記憶體的sSD(固態 硬碟）引起注意。該快閃記憶體與磁碟器件相比具有諸如 高速及重量輕之優點。該SSD在其中包括：複數個快閃記 憶體晶片，一控制器，其對應於一來自主機器件之請求執 行對每一快閃記憶體晶片之讀取/寫入控制；一緩衝記憶 體’其用於執行每—快閃記憶體晶片與主機器件之間的資 料傳送電力供應電路；—針對主機器件之連接介面 (例如，專利文獻丨：日本專利第3688835號）。 當將資料儲存於諸如NAND型快閃記憶體之非揮發性半 ㈣儲存元件中時’在抹除資料—次之後以所謂之區塊為 單位來執行寫人，以所謂之頁為單位來執行讀取/寫入， 或抹除’讀取/寫入之單位為固定的。另-方面，由諸如個 人電腦㈣之主機器件自諸如硬碟之二級儲存器讀取資料/ 將資料寫人至諸如硬碟之二級儲存器的單位稱為磁區。磁 區係獨立於半導體儲存元件之抹除/讀取/寫人單位而設定 的。通常，區塊、頁及磁區之大小具有如下關係：區境> 頁 >磁區。 以此方式’在一些情況下’半導體儲存元件之抹除/讀 145516.doc 201102816 取/寫入單位大於主機器件之讀取/寫入單位。當藉由使用 該半導體儲存元件組態！>(：之二級儲存器（諸如，硬碟）時， 在符合半導體儲存元件之區塊大小及頁大小之後，來自作 為主機器件之PC的大小為小之資料需要經受位址轉譯。 此外，如專利文獻2(PCT國際申請案第2007_528079號之 日文#文）中所描述，當藉由使用該快閃記憶體組態具有 大容量之二級儲存器時，經常將快取記憶體插入於快閃記 憶體與主機器件之間以減少快閃記憶體中之寫入次數（抹 除次數） 【發明内容】 本發明之一態樣提供一種記憶體系統，其包含；一快取 記憶體；一非揮發性半導體記憶體，經由該快取記憶體將 資料寫入於該非揮發性半導體記憶體中；一組織單元，其 在該非揮發性半導體記憶體之一資源使用超過一特定值 時，藉由在該非揮發性半導體記憶體中組織該資料來增加 該非揮發性半導體記憶體之一資源；一第一清空控制單 元，其執行第一清空處理，該第一清空處理用於在該快取 §己憶體之該資源使用超過一第一臨限值且小於一第二臨限 值且完成藉由該組織單元進行之一組織時，將該快取記憶 體中之資料清空至該非揮發性半導體記憶體直至該快取記 憶體之s亥資源使用變得等於或小於該第—臨限值為止，其 中該第二臨限值大於該第一臨限值；及一第二清空控制單 兀，其執行第二清空處理，該第二清空處理用於在該快取 記憶體之該資源使用超過該第二臨限值且完成藉由該組織 145516.doc 201102816 單元進行之該組織時將該快取記憶體中之該資料清空至該 非揮發性半導體記憶體直至該快取記憶體之該資源使用變 得等於或小於該第二臨限值為止，且用於在該快取記憶體 之該資源使用㈣該第二臨限值且未完成藉由該組織單元 進行之該組織時在完成藉由該組織單元進行之該組織之後 將該快取記憶體中之該資料清空至該非揮發性半導體記憶 體。 【實施方式】 在自主機器件至快取記憶體之寫人的情況下，當該快取 記，體為滿時，將資料自快取記憶體清空至快閃記憶體且 接著將該資料寫入於快取記憶體中。然而，若在快取記憶 體變得幾乎為滿之後執行資料清空，則在資料清空期間使 來自主機器件之寫入請求保持等待，使得當自主機器件側 看時，無法組態具有高回應之二級儲存器。 此外’如以上所描&，當資料抹除單位（區塊）與資料管 理單位不同時，根據快閃記憶體之重寫的進行，無效(非 最新）資料使區塊為多孔（porou_。當處於該多孔狀離之 ^塊增加時’實質上可用之區塊減少且無法有效地使用快 ㈣虛：Γ 行快閃記憶體之稱為緊密之 ’’處其係用於聚集有效最新資料及將該資料重寫入 於一不同區塊中。 ’ ’在快取記憶體之習知清空處理中不考慮快 :=織狀態’使得在快閃記憶體側上之組 仃時耗費時間來執行對快閃記憶體之寫入。因主2 145516.doc 201102816 侧上之寫入命令的回應可能降低。 在下文參看隨附圖式詳細地解釋根據本發明之記憶體系 統之例示性實施例。本發明並不限於此等實施例。 在下文參看諸圖解釋本發明之實施例。在以下解釋中， 以相同參考數字及符號表示具有相同功能及組態之組件。 僅在必要時才執行對組件之冗餘解釋。 首先，定義說明書中所使用之術語。 實體頁：NAND型快閃記憶體中可共同地加以寫入及讀 出之單位。 邏輯頁：設定於SSD中之寫入及讀出單位。該邏輯頁係 與一或多個實體頁相關聯。 實體區塊：NAND型快閃記憶冑中可冑立抹除之最小單 位。該實體區塊包括複數個實體頁。 邏輯區塊：設定於SSD中之抹除單位。該邏輯區塊係與 一或多個實體區塊相關聯。該邏輯區塊包括複數個 頁。 磁區：來自主機之最小存取單位。舉例而言，磁區之大 小為512個位元組（B)。 叢集：咖中用於管理「小資料（細粒度資料）」之管理 單位。叢集之大小等於或大於磁區之大小且經設定以等於 主機之作業系統（0S)所使用的樓案系統之資料管理單位或 邏輯頁大小。舉例而言，可設定叢集之大小，使得為叢集 大小兩倍或更大自然數倍大之大小為邏輯頁之大小。 磁轨.SSD中用於管理「大資料（粗粒度資料）」之管理 145516.doc 201102816 單位。設定磁軌大小’使得為叢集大小兩倍或更大自然數 倍大之大小為磁執之大小。舉例而言，磁軌之大小可經設 定而等於邏輯區塊之大小。 自由區塊(FB):其中不包括有效資料且不被分配用途之 邏輯區塊。該自由區塊包括以下兩種類型，㈣，完整自 由區塊（CFB)及片段自由區塊（FFB)。 完整自由區塊_):需要對其執行抹除操作以供再用 之自由區塊。在執行抹除操作之後，可自定位於邏輯區塊 頂部處之邏輯頁執行寫入。 片段自由區塊（卿）：無資料寫入於其中之剩餘邏輯頁 且可在不執行抹除操作之情況下再用的自由區塊。可在無 資料寫人於其中之所剩餘邏輯頁中執行寫入。 壞區塊⑽）：NAND型快閃記憶體上之由於大量錯誤而 無法用作儲存區之實體區塊。舉例而言，將無法正常完成 抹除操作之實體區塊登記為壞區塊BB。 寫入效率.在特定時段_邏輯區塊相對於自主機寫入之 貝料置之抹除量的統計值。當寫人效率較小時，NAND型 快閃記憶體之損耗程度較小。 有效叢集·儲存對應於一邏輯位址之最新資料（叢集大 小之資料）的叢集。 、’”、*叢集.儲存不稱作將具有相同邏輯位址之資料寫入 ；同位置中之結果的非最新資料（叢集大小之資料）的叢 集。 有效磁執·儲存對應於一邏輯位址之最新資料（磁軌大 145516.doc 201102816 小之資料）的磁軌。 、文磁軌.健存不稱作將具有相同邏輯位址之資料寫入 ；5 置中之結果的非最新資料（磁軌大小之資料）的磁 軌。 多位準記憶胞（MLC)模式：在能夠進行多值儲存之 NAND型快閃記憶體中通常使用上部頁及下部頁執行寫入 的模式。藉由使MLC模式之一邏輯區塊與mlc模式中所使 用之或多個實體區塊相關聯來組態MLC模式之邏輯區 塊。 偽單位準記憶胞（SLC)模式：在能夠進行多值儲存之 NAND型快閃記憶體中僅使用下部頁執行寫入的模式。藉 由使偽SLC模式之一邏輯區塊與偽SLC模式中所使用之一 或多個實體區塊相關聯來組態偽SLC模式之邏輯區塊。甚 至在偽SLC模式中曾經使用過之實體區塊在抹除操作後可 用在MLC模式中。 (第一實施例） 圖1為SSD 1〇〇之組態實例之方塊圖。SSD 1〇〇經由諸如 進階技術附件介面（ATA I/F)2之記憶體連接介面連接至諸 如PC或中央處理單元（CPU)核心之主機器件丨（後文中為主 機1)且充當主機1之外部記憶體。SSD 1〇〇可經由諸如 RS232C介面之通信介面3將資料傳輸至用於除錯及製造檢 驗之裝置200及自該裝置2〇〇接收資料。SSD i 〇〇包括一作 為非揮發性半導體記憶體之NAND型快閃記憶體（後文中為 NAND a己憶體）10 ' —作為控制器之驅動控制電路4、一作 145516.doc 201102816 為揮發性半導體記憶體之DRAM 2()、—電力供應電路5、 -用於狀態顯示<發光二極體（LED)6、叫貞測硬碟中之溫 度的溫度感測器7及一熔絲8。 電力供應電路5自外部直流（DC)電力（其係自主機丨側上 之電力供應電路供應）產生複數個不同内部Dc電源電壓且 將此等内部DC電源電壓供應至SSD 1〇〇中之各別電路。電 力供應電路5偵測外部電力供應之上升邊緣，產生一電力 開啟重設信號且將該電力開啟重設信號供應至驅動控制電 路4將熔絲8¼供於主機1侧上之電力供應電路與s^ 中之電力供應電路5之間。當自外部電力供應電路供應一 過電流時’熔絲8斷開以防止内部電路之故障。 在此情況下，NAND記憶體1〇包括執行四個並行操作之 四個並行操作元件1〇&至10c^並行操作元件1〇a至1〇d藉由 四個通道（chO至Ch3)連接至驅動控制電路4。並行操作元件 10a至10d中之每一者包括能夠執行組交錯之複數個記憶體 庫（bank)(在此情況下，為四個記憶體庫（記憶體庫〇至記憶 體庫3))。母一 s己憶體庫包括複數個NAND記憶體晶片（在 此情況下，為兩個記憶體晶片（晶片〇及晶片1)}。舉例而 吕，將母一記憶體晶片劃分為平面〇及平面1兩個區，其每 一者包括複數個實體區塊。平面〇及平面丨包括彼此獨立之 周邊電路（例如，列解碼器、行解碼器、頁緩衝器及資料 快取記憶體）且可藉由使用雙倍速度模式同時執行抹除、 寫入及讀出。以此方式，NAND記憶體1 〇之每一 NAND記 憶體晶片可藉由複數個通道執行並行操作、藉由複數個記 145516.doc 201102816 憶體庫執行記憶體庫交錯操作，及藉由使用複數個平面之 雙倍速度模式執行並行操作。每一記憶體晶片可劃分為四 個平面或在不加以劃分之情況下組態。 DRAM 2〇充當一用於在主機1與NAND記憶體10之間進 行資料傳送之快取記憶體及一用於工作區之記憶體。在 DRAM 20之用於工作區之記憶體中，儲存以下各者：在啟 動或其類似情況時藉由載入儲存於NAND記憶體1〇中之各 種官理表而獲得的主表（master table)(快照）、為管理表之 改變差異的日遠資訊’及其類似者。可使用鐵電隨機存取 記憶體（FeRAM)、磁阻式隨機存取記憶體（MRAM)、相變 隨機存取記憶體（PRAM)或其類似者來替代DRAM 20«驅 動控制電路4經由DRAM 20執行主機1與NAND記憶體1〇之 間的資料傳送控制且控制SSD 100中之各別組件。驅動控 制電路4將用於狀態顯示之信號供應至用於狀態顯示之 LED 6。驅動控制電路4亦具有自電力供應電路5接收一電 力開啟重設信號及將一重設信號及一時脈信號供應至自身 電路及SSD 1 00中之各別單元的功能。 藉由將複數個實體區塊配置為一資料抹除單位來組態每 一 NAND記憶體晶片。圖2A為說明包括於NAND記憶體晶 片中之一實體區塊之組態實例的等效電路圖。每一實體區 塊包括沿X方向依次配置之（p+1)個NAND串（p為等於或大 於0之整數）。包括於各別（ρ+1)個NAND串中之選擇電晶體 ST 1使得汲極分別連接至位元線BL0至BLp，且閘極共同連 接至閘極線SGD。此外，選擇電晶體ST2使得源極共同連 145516.doc •10· 201102816 接至源極線SL且閘極共同連接至閘極線⑽。 記憶胞電晶體MT中之每一者包括—金氧半導體場效電 晶體_SFET)，#包括形成於半導體基板上之堆疊閉结 冑。該堆疊閘結構包括'經由㈣緣薄膜形成於半導體基 板上的電荷儲存層(浮動間電極)及-經由内部間絕緣薄膜 形成於該電荷儲存層上的控制閘電極。在記憶胞電晶體 MT中，臨限電壓根據累積於浮動間電極中之電子的數目 改變。記憶胞電晶體町根據該臨限電壓之差來儲存資 料。記憶胞電晶體MT可經組態以儲存一個位元或可經组 態以儲存多個值（等於或大於兩個位元之資料）。 記憶胞電晶體MT並不限於具有浮動閘電極之結構，且 可為諸如金氡氮氧石夕_N〇s)類型之結構，其彳藉由使作 為電荷儲存層之氮化物薄膜介面截獲電子來調整臨限值。 類似地’ MONOS結構之記憶胞電晶體贈可經組態以儲存 一個位元或可經組態以儲存多個值（等於或大於兩個位元 之資料）。 在NAND串中之每—者中，將（q+i)個記憶胞電晶體mt 配置於選擇電晶體sti之源極與選擇電晶體ST2之汲極之 • 間，使得其電流路徑串聯連接。換言之，記憶胞電晶體 _ MT在Y方向上串聯連接，使得記憶胞電晶體Μτ中之鄰近 者共用一擴散區域（源極區域或汲極區域）。 記憶胞電晶體ΜΤ之控制閘電極分別依次自位於大部分 汲極側上之§己憶胞電晶體ΜΤ連接至字線WL〇至WLq。因 此，記憶胞電晶體MT之連接至字線WL〇之汲極連接至選 145516.doc •11 _ 201102816 擇電晶體ST1之源極。記憶胞電晶體MT之連接至字線WLq 之源極連接至選擇電晶體ST2之汲極。 在實體區塊中之NAND串之中，字線WL0至WLq共同連 接記憶胞電晶體MT之控制閘電極。換言之，存在於該區 塊中之同一列中的記憶胞電晶體Μτ之控制閘電極連接至 同一子線WL。將連接至同一字線WLi (p+丨）個記憶胞電晶 體MT視A 一頁(實體頁）。肖由每一實冑頁執行資料寫入及 資料讀出。 在該等區塊之中，位元線BL0至BLp共同連接選擇電晶 體ST1之汲極。換言之，存在於複數個區塊中之同一行令 的NAND串連接至同—位元線BL。 圖2B為（例如）用於將兩個位元儲存於—個記憶胞電晶體 MT中之四元資料儲存模式中之臨限分布的示意圖。在該 四元資料儲存模式中，由上部頁資料「X」及下部頁資料 「y」疋義之四元資料「xy」中的任一者可儲存於該記憶 胞電晶體MT中。 舉例而& ’作為四元資料「xy j，資料「11」、「οι」、 00」及10」係按照記憶胞電晶體MT之臨限電壓之次 序來分配的β資料Γη Λ ύ- ΧΛ.. 科11」為經抹除狀態，其中記憶胞電晶 體ΜΤ之臨限電题发6 為負。資枓刀配之規則並不限於此。該 組態可使得三個哎=相 _ 飞一個以上位兀儲存於一個記憶胞電晶體 ΜΤ中。 將 !下部頁寫入操作中，根據下部位元資料「η之 資料10」選擇性地寫入至具有資料「η」(處於 I45516.doc 201102816 除狀態）之記憶胞電晶體Μτ中。上部頁寫入之前的資料 「1 〇」之臨限分布係位於上部頁寫入之後的資料「〇丨」及 資料「00」之臨限分布的中間附近且可寬於上部頁寫入之 後的臨限分布。在上部頁寫入操作中，將上部位元資料 「X」之寫入選擇性地應用於資料「u」之記憶胞及資料 「10」之記憶胞。將資料「01」及資料「〇〇」寫入於記憶 胞中。在偽SLC模式中，僅使用下部頁來執行寫入。下部 頁寫入比上部頁寫入快。 圖3為驅動控制電路4之硬體内部組態實例的方塊圖。驅 動控制電路4包括一資料存取匯流排丨〇}、一第一電路控制 匯流排102及一第二電路控制匯流排1〇3。控制整個驅動控 制電路4之處理器1〇4連接至第一電路控制匯流排1〇2。一 開機ROM 105經由ROM控制器1〇6連接至第一電路控制匯

流排102 ’在該開機ROM 105中儲存用於啟動儲存於NAND 記憶體10中之各別管理程式（FW :韌體）之開機程式。一時 脈控制器107連接至第一電路控制匯流排1〇2，該時脈控制 益107自圖1中所展示之電力供應電路5接收電力開啟重設 k號且將重設信號及時脈信號供應至各別單元。 第一電路控制匯流排1 03連接至第一電路控制匯流排 1〇2°以下各者連接至第二電路控制匯流排103:用於自圖 1中所展示之溫度感測器7接收資料的I2C電路108、將用於 狀癌顯不之信號供應至用於狀態顯示之LED 6之並聯 I〇(PI〇)電路109 ’及控制RS232C介面3的串聯IO(SIO)電路 110 » 145516.doc -13· 201102816 ΑΤΑ介面控制器（ΑΤΑ控制器）111、第一錯誤檢查及校正 (ECC)電路112、NAND控制器113及DRAM控制器114連接 至資料存取匯流排101及第一電路控制匯流排102兩者。 ΑΤΑ控制器111經由ΑΤΑ介面2將資料傳輸至主機1及自主機 1接收資料。用作資料工作區及韌體擴充區之靜態隨機存 取記憶體（SRAM)ll5經由SRAM控制器116連接至資料存取 匯流排101。當啟動儲存於NAND記憶體10中之韌體時，藉 由儲存於開機ROM 105中之開機程式將該韌體傳送至 SRAM 115。 NAND控制器113包括：一 NAND介面117，其執行關於 與NAND記憶體1 0之介面的介面處理；一第二ECC電路 118 ;及一用於直接記憶體存取（DMA)傳送控制之DMA控 制器119，其執行NAND記憶體10與DRAM 20之間的存取 控制。第二ECC電路118執行第二校正碼之編碼且執行第 一錯誤校正碼之編碼及解碼。第一ECC電路112執行第二 錯誤校正碼之解碼。第一錯誤校正碼及第二錯誤校正碼為 (例如）漢明（Hamming)碼、博斯-查德胡里-霍昆格姆（Bose Chaudhuri Hocquenghem)(BCH)碼、理德-所羅門（Reed Solomon)(RS)碼或低密度同位檢查（LDPC)碼。第二錯誤校 正碼之校正能力高於第一錯誤校正碼之校正能力。關於該 錯誤校正之技術揭示於（例如）國際專利申請案 PCT/JP2008/063344 或國際專利申請案 PCT/JP2008/063345 中，且其全部内容併入本申請案中。 如圖1中所展示，在NAND記憶體10中，四個並行操作元 145516.doc -14- 201102816 件l〇a至l〇d經由各自用於複數個位元之四個通道（4ch)並聯 連接至驅動控制電路4中之NAND控制器1 i 3，使得可並行 地致動四個並行操作元件1〇3至1〇(^每一通道之NAND記 憶體10被劃分為能夠進行記憶體庫交錯之四個記憶體庫， 且可同時對每一記憶體晶片之平面〇及平面1存取。因此， 可幾乎同時對每一通道之多達八個實體區塊（4個記憶體庫 個平面）執行諸如寫入之處理。關於該記憶體庫交錯之 技術揭示於（例如）美國專利公開申請案第12/558965號中， 且其全部内容併入本申請案中。 圖4為藉由處理器！ 〇4實現之韌體之功能組態實例的方塊 圖°將藉由處理器104實現之韌體的功能粗略地分類為資 料管理單元120、ΑΤΑ命令處理單元121、安全管理單元 】22、開機載入程式碼123、初始化管理單元124及除錯支 援單元125。 資料管理單元120經由NAND控制器113及第一 ECC電路 112來控制NAND記憶體10與dram 20之間的資料傳送及 關於NAND記憶體1 〇之各種功能。ATA命令處理單元丨2 i協 同資料管理單元120經由ΑΤΑ控制器111及DRAM控制器114 來執行DRAM 20與主機1之間的資料傳送處理。安全管理 單元122協同資料管理單元12〇及ATA命令處理單元ι21管 理各種安全資訊。 當電力供應器開啟時，開機載入程式碼123將管理程式 (韌體）自NAND記憶體1〇載入至SRAM n5上。初始化管理 單tl 124執行驅動控制電路4中之各別控制器及電路之初始 1455l6.doc 201102816 化除錯支援單元125處理自外部經由RS232C介面供應之 用於除錯的資料。資料管理單元⑽、戲命令處理單元 121及安全管理單元122為藉由處理器1〇4執行儲存於sram 115中之各種管理程式實現之主要功能單元。 在本實施例中，主要解釋藉由資料管理單元12〇實現之 功能。舉例而言，資料管理單元12〇執行：ΑΤΑ命令處理 單元121請求NAND記憶體1 〇及DRAM 2〇作為儲存器件（回 應於各種命令’諸如’㈣主機之寫人請求、快取記憶體 清空請求及讀取請求）之功能的提供；介於自主機丨給出之 邏輯位址與NAND記憶體10之實體位址之間的對應關係之 管理；藉由快照及日誌進行之管理資訊保護；使用dram 20及NAND記憶體10之快速及高效之資料讀出及寫入功能 的提供；及NAND記憶體10之可靠性的確保。 圖5為形成於NAND記憶體1 〇及DRAM 20中之功能區塊 之圖。組態於DRAM 20上之寫入快取記憶體（wc)21及讀 取快取記憶體（RC)22插入於主機1與NAND記憶體1〇之間。 WC 21臨時儲存來自主機i之寫入資料於其中。Rc 22臨時 儲存來自NAND記憶體1〇之讀取資料於其中。藉由資料管 理單元120將NAND記憶體10中之區塊分配給前段儲存區 (FS :前儲存M2、中間段儲存區（IS :中間儲存）13及主要 儲存區（MS:主要儲存）ιι之各別管理區，以便減少在寫入 期間針對NAND記憶體10所進行之抹除的量。12以叢集 為單位（亦即，「小單位」）管理來自WC 21之資料且儲存小 資料歷經一短的時間段。IS 13以叢集為單位（亦即，「小單 145516.doc 201102816 位」）管理自FS 12溢位之資料且儲存小資料歷經一長的時 間段。MS 11以磁執為單位（亦即，「大單位」）管理來自 WC 21、FS 12及IS 13之資料。藉由以此方式將區塊分配 於每一管理區中來管理NAND記憶體10中之區塊的技術揭 示於（例如）國際專利申請案PCT/JP08/073950或國際專利申 凊案PCT/JP〇8/〇676〇〇中，且其全部内容併入本申請案 中。 詳細解釋圖5中所展示之·各別組件之特定功能組態。當 主機1對SSD 100執行讀取或寫入時，主機[經由ATA介面2 輸入作為邏輯位址之邏輯區塊位址（lba)。如圖6中所展 示’ LB A為在其中將自零之序號附加至磁區（大小：512 B) 的邏輯位址。在本實施例中，定義由位序等於或高於Lb a 之第（s+1)個低位序位元之一位元串形成的叢集位址及由位 序等於或高於LBA之第（s+t+1)個低位序位元之一位元串形 成的磁軌位址’作為用於WC 21、RC 22、FS 12、IS 13及 MS 11(其為圖5中所展示之組件）之管理單位。在本實施例 中’磁軌之大小與邏輯區塊之大小相同。邏輯區塊為與 NAND記憶體10之晶片上之複數個實體區塊相關聯的虛擬 區塊。在本實施例中，邏輯區塊與用於若干並聯通道（在 此情況下’如.中所展示，為四個通道）之實體區塊相關 聯。以類似方式，邏輯頁與四個通道之實體頁相關聯。邏 輯區塊係選自屬於同-記憶體庫之實體區塊以有效地使用 記憶體庫交錯。 <讀取快取記憶體（RC)22> 145516.doc -17- 201102816 RC 22為用於回應於一來自主機j 碩取㈣求而臨時儲存 來自NAND記憶體10(FS 12、IS⑽奶⑴之讀取資料的 區。基本上係自RC22將資料傳送至主機i。當執行自wc 21至NAND記憶體10之資料寫入時 1文具有同一邏輯位址 的在RC 22上之資料無效。 〈寫入快取記憶體（WC)21> 來自主機1之寫入請求而臨時儲 的區以叢集為單位來管理wc WC 21為用於回應於一 存來自主機1之寫入資料 。上之資料，且以磁區為單位來執行有效資料之寫入及管 理。當wc 21令之資源變得不足時，將儲存於wc 21上之 資料清空至NAND記憶體1()。當在與來自主m之在此^ 上之資料之邏輯位址相同的邏輯位址中執行寫入時，將最 新資料儲存於wc 21中。因此，當在wc 21、rc 22及 NAND記憶體1〇上存在對應於同一邏輯位址之資料時，該 資料按照WC 21、RC 22及NAND記憶體10之次序為新的， 使仔WC 21上之資料被優先化而傳回至主機 <主要儲存區（MS)11> MS 11以磁軌為單位執行資料管理，且大部分使用者資 料儲存於MS U中。將WC 21上之具有許多有效叢集之磁 軌（高密度磁軌）直接自WC 21寫入至Ms u。此外，將無法 藉由FS 12及IS 13管理之資料輸入至ms 11。使lb A與輸入 至MS 11之磁軌之LB A相同的磁軌在一邏輯區塊中無效， 且釋放此邏輯區塊。使屬於LBA與輸入至!^3丨丨之磁軌之 LB A相同之磁軌的叢集在FS 12、IS 13中無效，且釋放其 145516.doc •18- 201102816 中所有叢集無效之邏鞋f k 輯 Q 塊。MS 11係 *Mlc^ 個邏輯區塊組成。在太普am + 犋式之複數 在本霄施例中，磁執之大小 之大小相同，#搵y· ϋο 〇喊科h塊 使伸在FS 12或1S 13中執行之額外 及在IS 13中執扞夕格卜。己錄處理 緊抢（用於僅聚集有效叢集以產生一新 邏輯區塊及釋放—巧 ^ I效叢集部分的處理 要的。若磁執大小小於邏鞋 %趲輯&塊大小，則可將在Fs 12及 =執行之額外記錄處理及在1S 13中執行之緊密應用 <前段儲存區（FS)12> FS 12為調適—先進先出（FIFO)結構之緩衝器，其中資 料係以叢料單位來進行管理，且輸人係以聚集複數個叢 集之邏輯頁為單位來執行。首先將冒。21上具有較小數目 個有效叢集之磁軌（低密度磁軌）寫入至FS 12中。Μ〗2具 有.FIFO結構’其中按資料寫入之次序來配置邏輯區塊。 田將LBA與FS 12中存在之叢集之LBA相同的叢集輸入至 FS !2時，足以使以12中之叢集無效，且不執行重寫。使 LBA與輸入至FS 12之叢集之LBA相同的叢集在一邏輯區塊 中無效，且釋放邏輯區塊中之所有叢集無效之邏輯區塊。 將儲存於達到FS 12之FIFO結構的末端之邏輯區塊中的叢 集視為來自主機1夂具有低重寫可能性的叢集，且在IS 13 之管理下將該邏輯區塊整個重新定位至IS 13。在本實施例 中，FS 12係由偽SLC模式之複數個邏輯區塊組成以加速寫 入。FS 12可由MLC模式之複數個邏輯區塊組成。具有高 更新頻率之資料在通過FS 12時為無效的且僅具有低更新 145516.doc -19- 201102816 頻率之資料自FS 12溢位，使得FS 12可使具有低更新頻率 之資料與具有高更新頻率之資料分離。因此，有可能降低 緊密在後續段之IS 13中頻繁發生之可能性。 <中間段儲存區（IS)13> IS 13為用於儲存具有低重寫可能性之叢集的緩衝器，且 以與FS 12相同之方式以叢集為單位來執行資料之管理。 當將LBA與IS 13中存在之叢集之LBA相同的叢集輸入至FS 12及IS 13時，足以使IS 13中之叢集無效，且不執行重 寫。以與FS 12類似之方式，IS 13具有一清單結構，其中 自首先被寫入資料之邏輯區塊（自首先自FS 12重新定位之 邏輯區塊）依次配置邏輯區塊；然而，不同於Fs丨2的是， IS 13執行緊密。當18 13之容量飽和或用於FS 12及is 13之 管理表飽和時，執行緊密（自IS 13聚集有效叢集且將其重 寫至IS 13)或重組（將FS 12及IS 13之叢集整合至一磁軌中 且將其清空至MS 11)。在本實施例中，is 13係由MLC模式 及偽SLC模式之邏輯區塊的混合物組成。換言之，自fs 12 重新定位至IS 13之區塊為偽SLC模式之邏輯區塊；然而， 當在IS 13中執行緊密時將該區塊重寫至mlc模式之邏輯區 塊。當FS 12係由MLC模式之邏輯區塊組成時，IS 13亦僅 由MLC模式之邏輯區塊組成。 圖7為說明用於使資料管理單元i 2〇控制及管理圖5中所 展示之各別組件之管理表的圖。用於管理DRAM 20之表包 括一 RC管理表23、一 WC磁執表24、一 WC磁軌資訊表 25、一 WC高密度磁轨資訊表26，及一 WC低密度磁軌資訊 145516.doc -20- 201102816 表27。用於管理NAND記憶體1〇之表包括一磁轨表3〇、一 叢集目錄表31、-叢集表32、一叢集區塊資訊表33，及一 邏輯至實體轉譯表4G。將用於管理贴·記憶體1〇之表分 類為-前向查詢位址轉譯中所涉及之表及—反向查詢位址 轉5睪中所涉及之表。前向查詢位址轉譯係用以自資料之 LB A獲得貫際_L儲存&資料的（邏輯區塊位址+叢集位置）。 反向查D旬位址轉磾係用以自（邏輯區塊位址+叢集位置）獲 得資料之LBA。 <RC管理表23> RC管理表23係用於管理自NAND記憶體i。傳送至rc 22 之資料。 <WC磁執表24> WC磁軌表24為用以自一LBA查詢有關儲存於WC 21上之 資料之WC磁軌資訊的雜湊表，|包括針對每一索引之複 數個項（標籤）’該每一索引為LBA之磁軌位址之最低有效 位兀（LSB)中的少許位元。每一標籤儲存一 lb a磁軌位址 及指向對應於該磁轨位址之wc磁軌資訊的一指標。 <WC磁軌資訊表25> wc磁軌資訊表25包括：一 wc磁軌最近最少使用（lru) 資讯表25a，其用於藉由使用lRU之雙向連結清單來管理 已存取WC磁軌資訊之時間定序；及一 wc^轨自自資訊表 25b，其官理一自由Wc磁軌資訊數目。當將資料自21 清空至NAND記憶體1〇時，藉由使用wc磁軌LRU資訊表 25a獲取最舊之已存取磁軌。 1455I6.doc •21 · 201102816 :磁執資訊對應於存在於wc 2i中之複數個磁軌中之 °亥wc磁軌資訊包括如下各者： ⑴-存在於wc 21中之磁軌位址、一磁軌中之w 之有效叢_集的數目、指示每一叢集是否有效之資訊，及 WC"曰不貿。21争之每一叢集之位置的叢集位置資訊， (:)指示包括於一叢集中之複數個磁區之中的儲存有效 資料之磁區的資訊（磁區位元映射），及 ⑺磁軌狀態資訊（例如，有效、無效、在自趟傳 =’及一記憶體中進行寫入期間”在Μ磁軌 軌^之-/子在有效叢集之儲存位置處管理存在於自身磁 -叢集位址的LSB⑴位m，管理叢集位址之 法為任意的。舉例而言’可管理存在於自身磁軌中之叢 集位址的LSB(t)位元自身（參見圖6)。 <wc尚密度磁軌資訊表26> WC高密度磁軌資訊表26係用於管理待寫入至MS U中之 高密度(磁轨中有效叢集之數目等於或多於-特定百分比） 磁轨資訊且管it古μ古—— 理有關冋妆度磁軌及其數目之wc磁軌資 訊0 <wc低密度磁軌資訊表27> WC低密度磁軌資訊表27係用於管理待寫入至FS 12中之 低密度（磁軌中有效叢集之數目少於一特定百分比）磁軌資 汛且官理低密度磁軌之叢集的總數目。 <磁轨表30(前向查詢）> 145516.doc -22· 201102816 /兹軌表3G為用於自LBA之料絲獲得磁軌資訊之表。 5亥磁軌資訊包括以下各者： ⑴-邏輯區塊位址(指示儲存磁軌之資料之邏輯區塊的 (2) 一叢集目錄數目（當磁軌中之資料的至少—部分儲存 細或IS 13中時變得有效μ磁财之資料儲存於μ 12或IS 13中時指示針對每—磁執而存在之叢集目錄表之表 數目的資訊），及 (3) FS/IS叢集之數目（指示磁幸九中儲存於fs 12或工§ η中 之叢集的數目^於敗是否執行重㈣資訊）。 <叢集目錄表31(前向查詢）> 叢集目錄表31為用於在磁軌中之資料儲存於^ 12扣 13中時追縱邏輯區塊的中間表。針對每—磁軌提供叢集目 錄表31。登記於每—叢集目錄㈣中之叢集目錄資訊係由 指示叢集表32之表數目之資訊(叢集表數目資訊)的陣列组 成。、mfl係選自藉由LB A之叢集位址之⑴位元中 的夕枝冋缸TL排列於—叢集目錄表3 i中的複數筆叢集表 數目資訊。 叢集目錄表Μ包括：一叢集目錄LRU表…，其用於藉 由使用LRU之雙向連結清單以—寫人時間作為參考來管理 该叢集目錄資訊（叢集表數目資訊之陣列）連同—對應磁軌 位址的時間定序；及一叢集目錄自由資訊表31b，其藉由 一雙向連結清單來管理—自由叢集目錄連同—對應磁軌位 址0 145516.doc •23- 201102816 <叢集表32(前向查詢）> 叢集表32為與叢集目錄表31有關且管理邏輯區塊中之一 叢集位置的表’當將磁軌中之資料儲存於FS 12或IS 13中 時資料係儲存於該叢集位置處。經由叢集目錄表31間接地 自磁軌表30參考叢集表32。叢集表32實際上為針對複數個 叢集之（邏輯區塊位址+叢集位置）的陣列。一筆資訊係選 自藉由LB A之叢集位址之LSB(t)位元中的少許較低位元排 列於一叢集表32中的（邏輯區塊位址+叢集位置）之複數筆 叢集表數目資訊。叢集表32亦在其中包括一叢集區塊資訊 之數目及關於叢集位置的資訊作為一陣列。 <叢集區塊資訊表33(反向查詢）> 叢集區塊為邏輯區塊之中的以叢集為單位儲存資料的區 塊。叢集區塊資訊為用於管理FS 12及IS 13之邏輯區塊的 資訊且指示存在於邏輯區塊中之叢集的類型。按？^ 12及 IS 13中之FIFO的次序來耦接複數個叢集區塊資訊作為一 雙向連結清單。 該叢集區塊資訊包括以下各者： (1) 邏輯區塊位址， (2) 有效叢集之數目，及 (3) 包括於邏輯區塊中之叢集的LB A »

叢集區塊資訊表33包括一用於管理自由資訊之叢集區塊 資訊表33a、一針對FS 12之叢集區塊資訊表33b，及一針 對IS 13之叢集區塊資訊表33c。叢集區塊資訊表33a管理未 使用之叢集區塊資訊，叢集區塊資訊表33b管理包括於FS 145516.doc -24- 201102816 12中之叢集區塊資訊，且叢集區境資訊表33c管理包括於 IS 13中之叢集區塊資訊^以雙向連結清單形式來管理叢集 區塊資訊表33a至33c中之每一者。反向查詢位址轉譯之： 要用途為IS 13之緊密。使用反向查詢位址轉譯來檢查儲存 於作為緊密目標之邏輯區塊中之叢集的類型及將資料重寫 至-不同位置。因&，在本實施例中’反向查詢位址轉譯 僅將以叢集為單位儲存資料的FS 12及18 13當作目標。 <邏輯至實體轉譯表4〇(前向查詢）> 邏輯至實體轉譯表40為用於管理關於邏輯區塊位址與實 體區塊位址之間的轉譯及其類似者之資訊的表。對於每一 邏輯區塊位址而言，邏輯至實體轉譯表4〇包括指示屬於一 邏輯區塊之複數個實體區塊位址的資訊、指示一邏輯區塊 位址之抹除之次數的資訊，&關於—叢集區塊資訊數目之 資訊。為了將某一 LBA之資料重寫至一不同位置，需要使 原始叢集區塊中之LBA無效，使得需要自LBA追蹤叢集區 塊。因此，將叢集區塊資訊之識別符儲存於邏輯區塊之由 邏輯至實體轉譯表40管理之管理資訊中。 (快照及日誌） 藉由每—管理表所管理之管理資訊’可使主機！中所使 用之LBA、SSD 100中所使用之邏輯NAND位址（邏輯區塊 位址+偏移）及NAND記憶體10中所使用之實體1^八犯)位址 (實體區塊位址+偏移）彼此相關聯，從而可執行主機i與 NAND記憶體1 〇之間的資料交換。 以上管理表之中用於NAND記憶體管理的表（諸如，圖7 145516.doc •25· 201102816 中所展不之磁軌表3〇、叢集目錄表31、叢集表32、叢集區 塊資訊表33及邏輯至實體轉譯表4〇)係儲存於非揮發性 NAND記憶體10之特定區中。在啟動時，將儲存於ναν〇 s己憶體10中之每一管理表載入至揮發性DRAM 2〇之工作區 (其由資料管理單元12〇使用）上，使得每一管理表得以更 新。載入至DRAM 20上之每一管理表稱為主表。即使關掉 電力時，仍需要將主表復原至在關掉電力之前的狀態，因 而需要將δ玄主表儲存於非揮發性NAND記憶體1 〇中的系 統。快照指示NAND記憶體1 〇上之整個非揮發性管理表。 亦將直接將載入至DRAM 2〇上之主表儲存於NAND記憶體 1〇中之操作表述為「獲取快照」。日誌指示管理表之改變 差異。若針對主表之每一更新獲取一快照，則處理速度變 慢且NAND記憶體10中之寫入的次數增加，因而通常僅將 作為改變差異之日誌記錄於NAND記憶體1〇中。亦將在主 表中反映日諸並將其儲存於NAND記憶體1 〇中之操作表述 為「提交」。 圖8為說明在資料更新時快照及日誌之更新狀態的圖。 當資料管理單元120更新資料時，將對主表進行之改變累 積於DRAM 20上之曰誌（後文中為rDRAM日誌」）中。視 管理表之類型而定，直接更新主表且將更新内容累積於 DRAM曰誌中，或在不直接改變主表的情況下將更新内容 記錄於一保全於DRAM日誌上之改變區中。當執行資料讀 出或資料寫入時，除了主表外亦參考累積之DRAM日誌。 在資料更新變穩定之後，提交日誌。在提交處理中，必 145516.doc •26- 201102816 要時在主表中反映dram日誌之内容且進一步將其儲存於 NAND記憶體1〇中以使其不變動（nonv〇iatiie)。在諸如處於 正常斷電序列中及用於日諸之儲存區變得不足時的場合下 將快照儲存於NAND記憶體10中。在完成將日誌或快照寫 入於NAND記憶體1〇中時，完成使管理表不變動之處理。 用於以此方式使管理資訊不變動之技術揭示於（例如）國際 專利申請案PCT/JP2009/052597中，且其全部内容併入本 申請案中。 <讀取處理> 簡要地解釋讀取處理。當自ΑΤΑ命令處理單元121輸入 一讀取命令及一作為讀出位址之LBA時，資料管理單元 120搜遍RC管理表23及wc磁軌表24以檢查對應於該[BA之 資料是否存在於WC 2 1或RC 22中。在快取記憶體命中之 情況下’資料管理單元120讀出WC 21或RC 22之對應於該 LB A之資料且將該資料發送至ΑΤΑ命令處理單元丨2 1。 若在RC 22或WC 21中不存在命中，則資料管理單元12〇 搜尋作為搜尋目標之資料儲存於NAND記憶體1〇之哪一部 分中。若資料儲存KMS ^上，則資料管理單元12〇追蹤 LBA->磁軌表3〇->邏輯至實體轉譯表4〇以獲得ms u上之 貝料。另一方面，若資料儲存於Fs 12或IS 13上，則資料 管理單7L 120追蹤LBA —磁轨表30—叢集目錄表31 —叢集表 32 —邏輯至實體轉譯表40以獲得FS 12或IS 13上之資料。 <寫入處理> (WC 21中之處理） 145516.doc •27- 201102816 接下來，根據圖9中所展示之流程圖簡要地解釋寫入處 理。在寫入處理中’當自AT A命令處理單元121輸入一寫 入命令及一作為寫入位址之LB A時（步驟S100)，資料管理 單元120將由該LBA指定之資料寫入於WC 21中。具體言 之，資料管理單元120判斷在WC 21中是否存在對應於寫 入請求之自由區（步驟S110)’且在WC 21中存在自由區時 將由該LBA指定之資料寫入於WC 21中（步驟S150)。 另一方面，當WC 21不具有對應於寫入請求之自由區 時，資料管理單元120藉由參考用於DRAM管理之各種管 理表來清空來自WC 21之資料以將其寫入於NAND記憶體 W中’藉此產生一自由區。具體言之，資料管理單元12〇 檢查磁軌中之有效叢集的數目（步驟sl2〇) ’判定一磁軌（其 中磁軌中之有效叢集的數目少於一特定百分比）作為低密 度磁軌，且將其作為叢集大小之資料清空至作為清空目的 地之FS 12(步驟S140)。當清空目的地為FS 12時，以邏輯 頁為單位寫入於磁軌中之有效叢集。 在步驟S120處之判斷中，當判斷一磁軌中之有效叢集的 數目等於或多於特定百分比時，此磁軌被敎為高密度磁 軌且作為磁軌大小之資料被清空至作為清空目的地之ms 11(步驟S130)。當清空目的地為河8丨丨時，將磁轨大小之 資料直接寫人於整個邏輯區塊中。#存在複數個作為寫入 目標之邏輯區塊時，藉由使用雙倍速度模式或記憶體庫交 錯來改良傳送效率。 以此方式，在WC 21中產生自由區之後，將由LBA指定 145516.doc •28- 201102816 之資料寫入於WC 21中（步驟S150)。根據寫入於wc 21中 之i料或 空至Hand §己憶體1 〇之資料來更新用於dram 管理的各種管理表。 (自WC 21至MS 11之寫入） 接下來’根據圖10及圖11解釋南密度磁執之自WC 21至 MS 11的寫入處理。圖1〇為說明其操作程序之流程圖，且 圖11為說明其操作概念之示意圖。 以如下程序來執行對MS 11之寫入。除了為清空目標之 高密度磁軌之外，資料管理單元120可選擇可藉由利用記 憶體庫交錯來對其並行執行寫入的複數個高密度磁轨。 1·資料管理單元120在DRAM 20上產生磁執之資料影像 (填補處理）（步驟S200)。具體言之，自NAND記憶體1〇讀出 不存在於WC 21中之叢集及不保持WC 21中之所有磁區的 叢集以將其與WC 21中之資料進行整合》 2.資料管理單元120保全來自MS 11之CFB的邏輯區塊（磁 軌區塊）（步驟S210)。該磁執區塊為邏輯區塊之中以磁轨為 單位將資料儲存於其中的區塊。 3·資料管理單元120將步驟S200中所產生之磁轨之資料 影像寫入步驟21〇中所保全之邏輯區塊中（步驟S220)。 4·資料管理單元120檢查來自該磁軌之LBA的磁軌資訊、 使該磁執資訊與對應於經寫入之邏輯區塊的邏輯區塊位址 相關聯，且將其登記於用於NAND記憶體管理之所需表中 (步驟 S230)。 5.資料管理單元12〇使WC 21及NAND記憶體10中之舊資 145516.doc -29· 201102816 料無效（步驟S240)。具體言之，資料管理單元i2〇使wc门 中被清空至MS 11之快取資料及NAND記憶體㈣用於步 驟S200處之填補相十之㈣在管縣上自有效狀態變為 無效狀態從而使其無效。 (自WC 21至FS 12之寫入） 接下來，«圖12及圖13解釋低密度磁執之自—幻至 FS 的寫入處理。圖12為說明其操作程序之流程圖，且 圖13為說明其操作概念之示意圖。 至FS 12之寫入係藉由以下動作來執行：在DRAM 20上 產生叢集t資料影像（填補處理）及藉由使用偽slc模式在 新保全之邏輯區塊(叢集區塊)中以邏輯頁為單位來執行寫 入。作為待保全之邏輯區塊’將具有能夠進行寫入的等於 或多於-待寫入之資料影像的邏輯頁的ffb優先化。若 卿不存在，則使用CFB。以如下程序來執行FS 12中之寫 入0 用於將低密度磁執之資料自wc 21寫入至Fs以邏輯區 塊（叢集區塊）稱為FS輸入緩衝器⑽B)。除了為清空目標 之低密度磁軌之外’資料管理單元12〇可涉及其他低密度 磁執使得待寫入之叢集資料量與偽slc模式之邏輯區塊 邊界一致。 1·資料管理單it 120判斷低密度磁轨中之自wc 21輸入的 =資料量（步驟S3〇〇)e當所判斷之總資料量為小時（亦即， 田有效叢集之數目小於特定臨限值時），資料管理單元 將/、中可寫入資料之FFB保全為FSIB(步驟S加）。 145516.doc 201102816 2·當資料管理單元12G判斷低密度磁軌中之自wc 的總資料量為大日洋η p 私七 别 ^ 為大時（亦即，當有效叢集之數目等於或大於 特疋臨限值時）’資料管理單元12()將咖保全為觸(步驟 )此時，將能夠並行寫入資料之複數個邏輯區塊保 全為FSIB。 ' 3·貝料官理單元12〇產生待寫入於dram 2〇上之叢集的 貧料影像（步驟S330)。具體言之，對於不保持wc Η中之 所有磁區的叢集而言’資料管理單元120自NAND記憶體1〇 唄出不存在於WC 21上之磁區的資料以將其與wc 2丨上之 磁區的資料進行整合。 4.資料管理單元120將wc 21上之叢集及工作區上所產生 之叢集影像寫入於FSIB中（步驟S340)。 5_資料管理單元12〇將此FSIB上之叢集區塊資訊添加至 針對FS之叢集區塊資訊表33b(步驟S350)。 6·負料管理單元120將低密度磁軌上之寫入至FSIB中的 叢集目錄資訊連同一對應磁軌位址重新插入至叢集目錄 1^11表31&之末端中（步驟5360)。 (自FS 12至IS 13之重新定位） 接下來’根據圖14及圖15解釋自FS 12至IS 13之資料重 新定位。圖14為說明其操作程序之流程圖，且圖1 5為說明 其操作概念之示意圖。 資料管理單元120判斷在FS 12之管理下邏輯區塊之數目 是否超過邏輯區塊之特定最大數目（步驟S400)。如圖15中 所展示，當在FS 12之管理下邏輯區塊之數目超過邏輯區 145516.doc •31 · 201102816 塊之特定最大數目時’資料管理單元12〇將自Fs 12溢位之 邏輯區塊直接重料位錢⑴在本實施财，FS _ 由偽SLC模式之複數個邏輯區塊組成，且偽slc模式之邏 輯區塊係自FS 12直接重新定位至Is 13。根據溢位邏輯區 塊中有效叢集之數目及其類似者藉由如下規則來判定一處 理單位中待重新定位之邏輯區塊的數目（步驟S4i〇)。 自FS 12之最舊邏輯區塊起添加經重新定位之邏輯區

塊，使得溢位邏輯區塊中之叢集的總數目變得接近於MW 模式之一邏輯區塊的邊界（亦即’接近於一邏輯區塊之叢 集的數目（21)或其倍數（111><21:爪為自然數））。舉例而言，& 當溢位邏輯區塊中之叢集的數目為介於21與之間的值 時’作為重新定位目標之邏輯區塊的數目增加，使得叢集 之數目接近於2…（包括使叢集之數目接近於mlc模 式之-邏輯區塊的邊界以在緊密之後在邏輯區塊中容納儘 可能多的有效叢集。 當叢集之數目超過可同時在IS 13中經受緊密之叢集的數 目2時，設定邏輯區塊之數目使得叢集之數目等於或小於 此叢集數目z。 ' 將上限設定為在一處理中待重新定 心议之邏輯區塊的數 目。設定此極限係為防止在IS 13之管理下邏輯區塊之數目 的臨時增加》 將以此方式判定之作為重新定位目標的邏輯區塊"s 12重新定位至is 13(步驟S420)。 (IS 13中之緊密及重組） 145516.doc -32- 201102816 接下來，根據圖1 6中所展示之流程圖解釋IS丨3中之緊密 處理及重、纟且處理。 資料管理單元120判斷在IS 13之管理下邏輯區塊之數目 是否超過邏輯區塊之特定最大數目（步驟S5〇〇p當在is 13 之管理下邏輯區塊之數目超過邏輯區塊之最大數目時，資 料管理單元i20執行對MS丨丨之資料重新定位（重組處理）及 緊密處理以抑制在IS 13之管理下邏輯區塊之數目使其等於 或小於邏輯區塊之最大數目（步驟S510卜當資料抹除單位 (邏輯區塊）與資料管理單位（叢集）不同時，根據NAND記憶 體之重寫的進行，無效資料使邏輯區塊為多孔(p〇r〇us) 的。當處於該多孔狀態之邏輯區塊增加時’實質上可用之 ^輯區塊減少且無法有效地使用NAND記憶體之儲存 區。因此，執行用於聚集有效叢集並將其重寫於一不同邏 輯區塊中之稱為緊密之處理。重組處理為將FS 12及IS 13 之叢集整合至-磁轨中並將其清空至MS^處理。 隨後，更詳細地解釋此實施例之基本部分。在以上 令’將WC 21提供於DRAM 2〇上作為一隨機可存取高速記 憶體’且在將資料臨時儲存㈣c 21中之後將資料寫入於 NAND記憶體1()中，此係因為對财购己憶體此寫入耗 費時間、存在對寫入次數之限制、寫入單元之大小為固定 的:及其類似者。此外，如以上所描述，對於wc 21中之 資料而言，執行儲存單元之切換控制以將大資料（高密度 磁執）寫入至MS U且將小資料（低密度磁軌）寫入至fs 12, 從而減少對NAND記憶體10之寫入的次數（抹除次數）。 M55I6.doc -33· 201102816 此外，當將資料寫入於NAND記憶體10中且每一儲存單 元中之資源（諸如’容量及管理表之項的數目）變得不足 時，執行NAND記憶體1〇之組織（諸如，緊密及重組）以保 全每儲存單70之資源。以類似方式，對於WC 21而言， 如以上所描述，當資源（諸如，資料儲存區及管理表之項 的數目）超過限制時，將資料清空至]^八]^1)記憶體1〇以保全 WC 21之資源。此時經常用作清空條件之條件係保全 21中之自由資源使其對於自主機丨之下一次寫入而言為充 足的條件。在此條件下，藉由使能夠總是接收到自主機1 至WC 21之寫入來改良對單一寫入命令之回應；然而，當 不進行NAND記憶體10之組織且耗費時間對NAND記憶體 10進行寫入時，對後續寫入命令之回應降低。 因此，在本實施例中，設定一臨限值（自動清空（AF)臨 限值），用於提早地執行自WC 21至NAND記憶體1〇之清 二。备已充分地進行NAND記憶體1 〇中之組織（諸如，緊密 及重組）時，藉由提早地將資料自wc 21清空至NAND記憶 體10而提早地開始NAND記憶體1〇中之組織，藉以可高速 地執行自WC 21之後續清空。因此，可保*wc 21之許多 資源（諸如，記憶體區及管理表之項），使得對後續寫入命 令之回應得以改良。 以下詳細解釋WC 21中之清空處理。首先，參看圖17更 詳細地解釋WC 21之管理結構。在本實施例中’如圖1中 所展示，NAND記憶體10之並行操作元件1〇a至1〇d中的每 者包括能夠執行記憶體庫交錯之四個記憶體庫（記憶體 145516.doc • 34· 201102816 庫〇至記憶體庫3)。每一記憶體晶片包括能夠執行並行操 作之兩個平面：平面〇及平面1。 在本實施例中，如圖17中所展示般執行nand記憶體1〇 之》己憶體庫/平面至LB Α之分配。具體言之，將平面（ρ)分 配給LBA之磁軌位址之LSB的第一個位元，且將記憶體庫 (B) 分配給LBA之磁軌位址之LSB的第二個位元及第三個位 元。當藉由兩個晶片來組態每一記憶體庫時，將一晶片 (C) 分配給LSB之第四個位元。 無需多言’ LBA之磁軌位址中分配給平面（p)之位元的數 目、分配給記憶體庫（B)之位元的數目及分配給晶片（c)之 位元的數目並不限於此，且可根據NAND記憶體丨〇中之平 面、記憶體庫及晶片的數目而適當地改變。 在本實施例中，對LB A之該磁軌位址的平面/記憶體庫/ 晶片分配僅用於對NAND記憶體1 〇中之MS 11的寫入。在 此情況下’在大小為大之資料的連續寫入中可最大程度地 利用並行寫入。 在對FS 12及IS 13之寫入中，可以類似方式執行對lbA 之磁轨位址的平面/§己憶體庫/晶片分配，或對於FS 12、is 13及MS 11中之任一者而言可不執行對LB A之磁軌位址的 平面/記憶體庫/晶片分配。當不執行對LB A之磁軌位址的 平面/記憶體庫/晶片分配時，根據邏輯區塊之使用狀態來 動態地執行該分配。 如以上所描述，WC磁軌表24為（例如）用以自LBA查詢關 於儲存於WC 21上之資料之WC磁軌資訊的雜凑表，且包 145516.doc •35- 201102816 括針對g筆索引中之每一者的n(路）筆項（標籤），該等索引 中之每一者為LSB之幾個位元，該等位元包括LBA之磁軌 位址的平面/記憶體庫分配位元（P，B)。每一標籤在其中儲 存LB A之磁軌位址及指向對應於該磁軌位址之wc磁執資 訊的一指標。因此，可在wc 21中快取（gxn)筆不同磁軌。 對應於WC磁軌表24之更新來對針對WC磁軌表24之每一索 引的自由項之數目（或已使用之項的數目）“進行計數，且 自由項之此等數目αΐ變成用以觸發WC 21之清空的一參數 (WC資源使用）。 如圖18中所展示，WC磁軌資訊表25包括：wc磁軌lru 資訊表25a，其用於（例如）藉由使用LRU之雙向連結清單管 理wc磁軌資訊；及wc磁軌自由資訊表25b，其管理自由 WC磁軌資訊’（例如）作為雙向連結清單。 如以上所描述，該WC磁軌資訊包括以下各者： ⑴指示存在於WC 21中之磁轨中有效叢集之數目的資气 及指示為滿之叢集之數目(各自充滿磁區資料之叢集的卖 目）的資訊， (2) 資訊(磁區位元映射），其係基於叢集内偏移(其 LBA之LSB側上的幾個位元㈣位元）)產生且指示包括於 叢集中之複數個磁區之中在其中儲存有效資料的磁區，、 (3) 磁軌狀態資訊（例如，有效、無效、在自“A之資 傳送期間，及在NAND記憶體中之寫入期間）， ⑷用於識別全零資料是否包括於磁轨單元中之資吼，^ (5)叢集位置資訊：(如圖17及圖_所展示，具有對 145516.doc • 36 - 201102816 於作為索引的LBA之磁軌内叢集索引（t個位元）之叢集區數 目的（2M)筆叢集區得以保全，且在每一叢集區中儲存指示 WC 21中存在叢集資料之位置的叢集位置資訊。在叢集區 數目對應於自由叢集之叢集區中儲存無效資料。） 在WC 2 1中，如以上所描述，可在wc 2 J中快取多達 (gxn)筆不同磁軌’且藉由wc磁執LRU資訊表25a來管理用 於WC 21中之磁轨上的資訊。另一方面，wc磁執自由資 訊表25b相對於能夠在wc 21中快取之磁軌的最大數目 (gxn)來管理自由说(：磁軌資訊。當登記於琛匸磁軌[仗口資訊 表25a中之Wc磁軌資訊的數目為d時，wc磁執自由資訊表 25b管理（(gXn)_d)筆自由wc磁軌資訊之。當開始管理一新 磁軌時，為wc磁軌自由資訊表25b準備之wc磁軌資訊用 於保全WC 21 _之WC磁軌LRU資訊表25a中所使用的WC磁 軌資°孔的區’且儲存圖18中所展示之各種資訊。換言之， 當需要在WC 21中管理新的磁軌資訊時，保全來自wc磁 軌自由貧訊表25b的一筆磁軌資訊且將所需資訊儲存於經 保王之WC磁軌資訊中以重新連接至wc磁執[RU資訊表 25a之連結。諸如對應於新保全之WC磁軌資訊之磁軌位址 的資訊及其類似者登記於WC磁轨表24中，且在高密度磁 軌之情況下亦登記於圖19中所展示之wc高密度磁軌資訊 表26中》 每虽保全來自WC磁轨自由資訊表25b的新wc磁轨資訊 時（每當自圖18中所展示之WC磁軌自由資訊表25b移除WC 磁轨資訊之—清單時），自由WC磁軌資訊之數目α2(其指示 1455l6.doc •37· 201102816 圖18中所展示之WC 21中自由WC磁轨資訊之數目）減少— (-1) ’且每當登記於WC磁軌LRU資訊表25a中之WC磁轨資 訊歸因於自WC 21至NAND記憶體10之清空的發生或其類 似者而被釋放並返回至WC磁軌自由資訊表25b時，自由 WC磁轨資訊之數目α2增加一（+1)。無需多言，可管理貨(： 21中所使用之WC磁軌資訊的數目，來替代自由wc磁軌資 訊之數目α2。自由WC磁軌資訊之數目α2(或WC 21中所使 用之WC磁軌資訊的數目）變成用以觸發wc 21之清空的一 參數（WC資源使用）。 圖17中所展示之WC叢集區管理表29係用於管理每一磁 軌中之自由叢集區且藉由FIFO結構、雙向連結清單或其類 似者管理一自由叢集區數目。此外，藉由Wc叢集區管理 表29管理自由叢集區之總數目。已使用之叢集區之數目的 最大值對應於WC 21之快取容量。舉例而言，在32 mb之 WC 21的情況下，已使用之叢集區之數目的最大值為對應 於32 MB之叢集數目。自由叢集區之總數目為〇時之情況對 應於已使用之叢集區之數目的最大值。自由叢集區（或已 使用之叢集區）之總數目α3變成用以觸發wc 2丨之清空的一 參數（WC資源使用）。 圖19說明WC尚密度磁軌資訊表26。WC高密度磁軌資訊 表26為以LBA之磁軌位址之記憶體庫號碼（B)作為索引管 理待寫入於MS 11中的在具有大量有效叢集之高密度磁軌 上之磁軌資訊的雜凑表，且包括針對每一索引之扪筆項 145516.doc • 38 - 201102816 (路）。針對每-記憶體庫（肯定可對其並行地執行寫入）管 理WC 21上之尚密度磁執，使得當執行自至^^ 之 清空時進行磁軌搜尋所需要之時間可縮短。此外，在每一 記憶體庫中藉由實高密度磁軌資訊表26將待寫人於Ms u 中之磁軌的數目調節為至多值m，使得可抑制自^至 nand記憶體1()之最大《空次#卜在wc高密度磁軌資訊表 %中之同一索引中，可能存在可在雙倍速度模式下對其執 订寫入之磁軌（平面〇及平面1}。藉由對wc高密度磁執資訊 表26中之項的&目進行計數來針對每一記憶體庫號碼管理 间毪度磁執資讯之數目。每一記憶體庫之高密度磁執資訊 的數目α4變成用以觸發wc 2丨之清空的一參數（wc資源使 用）。 wc低密度磁軌資訊表27(參見圖7)係用於管理待寫入於 FS 12中之低密度磁執資訊，且管理低密度磁轨之叢集數 的^和值。低後度磁轨之叢集數目的總和值α5變成用以 觸發WC 21之清空的一參數（wc資源使用）。 圖20為說明用以觸發wc 21之清空的複數個參數（wc資 源使用）與兩個臨限值（AF臨限值Caf及上限Clmt)之間的關 係之圖。如圖2〇中所展示，如以上所描述，用以觸發Wc 21之清空的參數包括以下各者： WC叢集區（自由叢集區之總數目）α3 每一 s己憶體庫之高密度磁軌資訊的數目α4(針對MS之磁 軌的數目α4) 低密度磁轨之叢集數目的總和值α5(針對FS之叢集的數 145516.doc -39- 201102816 目α5或針對Fs之叢集資料量α5) |〇磁軌資訊之數目（自由wc磁軌資訊之數目）α2 針對WC磁軌表之每一索引的已使用項之數目(或自由項 之數目）al 滿磁軌之數目α6 用以觸發WC 21之清空的參數α1至α6亦稱為wc資源使 用。 滿磁軌之數目α6為各自充滿磁區及叢集之磁執的數目。 換5之，滿磁執為wc磁執資訊中滿叢集之數目變為2t(其 係叢集區數目之數字)之磁軌。資料管理單元12〇包括一專 用汁數器（未圖示），其用於對滿磁執之數目進行計數。 在參數αΐ至α6中之每一者中，設定用於wc以之清空處 理的兩個臨限值（AF臨限值Caf及上KChnt)。在圖2〇中， 針對參數《丨至“中之每一者設定之最大值max指示參數“ 至α6中之每一者可採用之實質上最大的值且基本上不具 有作為用以觸發WC2!之清空之臨限值的意義。 上限Clmt為指示在參數α1至α6變得等於或大於此值時無 法接收到下一寫入請求之可能性的臨限值。在超過上限 Clmt之情況下，可使來自主機丨之寫入請求保持等待。因 此，可將上限Clnu視為用以使來自主機丨之下一寫入請求 保持等待的臨限值。若在由於參數心至“中之任一者=過 上限Clmt而使下一寫入請求保持等待時完成nand記憶體 1〇之組織’則將資料自wc 21清空至NAND記憶體㈣使 參數等於或小於上限Clmb當所有參數“至“變得等於或 145516.doc •40. 201102816 小於上限Clmt時，接收來自主機！之下一寫入請求。若在 由於參數αΐ至α6中之任一者超過上限c]mt而使下一寫入請 東保持等待時未元成NAND記憶體1 〇之組織，則將NAND 圮憶體ίο之組織優先化且不執行至NAND記憶體1〇之清 二。在完成NAND記憶體1 〇之組織之後，將資料自Wc 2 i 清空至NAND記憶體10以使參數等於或小於上限chm。其 後’接收來自主機1之下一寫入請求。 AF臨限值Caf為用於執行自動清空處理之臨限值。不管 來自主機1之清空命令而執行自動清空處理且其為藉由資 料管理單元120根據狀態進行之判斷來將wc 2丨之資料之 一部分或全部清空至NAND記憶體1〇的處理。自動清空處 理為在70成來自主機1之寫入命令之後執行且用於藉由預 先在WC 21中產生某一自由空間而全面改良寫入效能的處 理。當參數eel至的中之任一者變得等於或大於af臨限值 Caf時，執行自動清空處理以提早地將資料自wc a清空至 NAND記憶體因此，通常滿足AF臨限值caf〈上限 Clmt<最大值max之關係。當參數“至“中之任一者超過 AF臨限值Caf時，檢查NAND記憶體1〇之組織狀態，且在 完成NAND記憶體10之組織時執行自動清空處理。即使在 參數αΐ至α6中之任一者超過AF臨限值Caf時，若未完成 NAND記憶體1〇之組織，則將NAND記憶體ι〇之組織優先 化’因為WC 21仍未處於無法使來自主機&寫入請求保 持專待的狀態。 接下來 針對參數《1至α6中之每一者來解釋最大值 145516.doc •41 · 201102816 max、上限Clmt及AF臨限值Caf。 為WC叢集區（自由叢集區之總數目）α3之最大值max的值 Z為WC 21之容量。當WC 21具有32 MB之容量時，Z=32 MB。將WC叢集區（自由叢集區之總數目）α3之AF臨限值 Caf(例如）設定為Z/2 ’其為最大值max的一半。考慮自主 機1之單一資料傳送大小來判定α3之上限dmt。舉例而 言’將α3之上限Clmt設定為值z之約7/8至15/16。 WC磁軌資訊之數目α2之最大值出⑽為WC磁軌表24之項 的總數目，且在此情況下為（gXn)。將α2之af臨限值 Caf(例如）設疋為（gxn)/2 ’其為最大值顶犯的一半。雖然在 圖20中未設定WC磁軌資訊之數目α2的上限Clmt，但可將 其設定為小於（gxn)且大於（gXn)/2之適當值。 針對wc磁軌表之每一索引的已使用項之數目α1的最大 值max為值η(參見圖17)。雖然在圖2〇中未設定臨限 值Caf，但可（例如）將其設定為約n/2,其為最大值爪以的— 半將α1之上限Clmt設定為一剩餘值（僅wc磁轨表24之最 後一項（路）剩餘的狀態）。 對於滿磁軌之數目α6而言，僅設定AF臨限值caf(=y)。 即使在滿磁轨之數目α6增加時，若其他參數為自由的，則 仍有可能對來自主機之下請求回應，因而不設定滿 磁轨之數目α6的上限Clmt。 接下來，針對MS之磁軌之數目α4(針對每一記憶體庫) 最大值max為值m ’值m為圖19中所展示之w 資訊表…(路)的數目。考慮處理清空命令(其= 145516.doc •42- 201102816 WC 21之所有資料清空至NAND記憶體10之指令)所需要之 時間來判定數值^此外’針⑽之叢集之數目α5(至Fs

之叢集資料量α5)的最大_為待清空至FS12之低密度磁 軌之叢集的數目(或叢集資料量)之總和值的最大值。亦考 慮處理'月工命令所需要之時間、NAND記憶體10之側上的 資源使用（藉由抑制對FS 12之寫人來抑制用於Μ MU 之區塊的數目及針對FS 12及18 13之管理表的量的增加） ^其類似者，來判定數值Q。當執行清空命令時，需要將 向密度磁執清空呈MS u且需要將低密度磁軌清空至Μ 12 〇 如以上所描述，在本實施例中，磁軌之大小等於邏輯區 塊之大小。邏輯區塊為藉由組記憶體⑺之晶片上 之複數個實體區塊構成的虛擬區塊。在本實施例中，邏輯 區塊為使圖1中所展示之四個並行操作元件i〇a至i〇d中的 每一實體區塊執行一次4通道並行操作的單元。在圖19中 所展示之WC高密度磁執資訊表26中，—磁軌位址登記於 。己隐體庫t項中’且—&己憶體庫之—磁軌的清空對應 於將一邏輯區塊寫入於NAND記憶體1〇中（確切而言，寫入 於MS 11中，因為該磁軌為高密度磁軌）一次。 另一方面，在此實施例中’ FS 12在偽SLr模式下操作， 且FS 12中之邏輯區塊的大小為在四元MLC模式下操作之 MS 11中之邏輯區塊之大小的一半。然而，在偽SLC模式 下之寫入比MLC模式快幾倍。 清空命令處理所需要之時間Tf丨為以下各者之總數：將 145516.doc •43· 201102816 高密度磁軌清空至MS 11所需要的時間Ta、將低密度磁軌 清空至FS 12所需要的時間Tb及其他處理（諸如，曰誌之寫 入處理）所需要之時間Tc(固定值）。換言之，滿足關係 Tfl=Ta+Tb+Tc。假設使用以四個記憶體庫進行之記憶體庫 交錯之情況，將高密度磁軌清空至MS 11所需要的時間Ta 為4χ(單次寫入所需要之時間（固定值））x(寫入之次數 (ul))。將低密度磁軌清空至FS 12所需要的時間Tb為（單次 寫入所需要之時間（固定值））x(寫入之次數（U2))。為了將清 空命令處理所需要之時間Tfl抑制在清空命令處理所需要 之特定最差（最大）時間Tflmax内，可藉由以下方程式獲得 寫入之次數ul及u2(在此情況下’例如，ul=u2):

Tflmax(固定值）=Ta(=4x(單次寫入所需要之時間（固定 值））x(寫入之次數（ul))) + Tb(=(單次寫入所需要之時間（固 定值））x(寫入之次數（u2)))+Tc(固定值） 以此方式獲得之u 1為值m，作為針對MS之磁軌之數目 α4(針對每一記憶體庫）之最大值max。以此方式判定wc高 密度磁軌資訊表26之路的數目m。此外，因為亦判定了針 對FS 12之寫入次數u2(其滿足關於清空命令處理之最差時 間Tflmax) ’所以可藉由獲得值（（針對FS 12之邏輯區塊的 單次寫入大小）x(寫入次數U2))來獲得作為針對FS之叢集資 料量α5之最大值max的值Q(MB)。 將針對MS之磁軌之數目α4(針對每一記憶體庫）的AF臨 限值Caf(例如）設定為m/2’其為最大值m的一半。當將α4 之AF臨限值Caf設定為m/2時，可在自動清空處理中執行雙 145516.doc • 44 - 201102816 緩衝方式下之並行處理，該並行處理在將四個磁軌寫入至 MS 11的同時將來自主機1之四個剩餘磁軌寫入至Wc 21。 將α4之上限cimt(例如）設定為值m之約6/8至7/8。考慮能夠 在不將資料清空至NAND記憶體1〇的情況下藉由防止剩餘 區達到最大值max而接收下一寫入請求的量（亦即，自主機 器件之單一資料傳送大小），來設定上限Clmt。 將針對FS之叢集之數目α5(針對FS之叢集資料量α5)的af 臨限值Caf(例如）設定為約Q/4，其為最大值_ι/4。舉例 而吕，Q/4為一值，若在FS 12中並行執行寫入則藉由該值 可獲知·類似於自主機1至冒(：21之寫入速度的速度。將d 之上限Clmt(例如）設定為值Q之約6/8至7/8。以類似於以之 方式，考慮能夠在不將資料清空至NAND記憶體1〇的情況 下藉由防止剩餘區達到最大值max而接收下一寫入請求的 量（亦即，自主機器件之單一資料傳送大小），來設定“之 上限Clmt。 圖21為說明根據本實施例之基本部分之功能組態的方塊 圖。如以上所描述，NAND記憶體1〇包括使用者資料儲存 單凡，其包括在其中儲存使用者資料之Ms u、FS 12及1!§ 13。WC 21包括於DRAM 20中。作為資料管理單元之控制 器120包括.一 WC寫入控制單元2丨〇，其執行對將資料自 主機1寫入至WC 21之控制；一 wc清空控制單元211，其 執行對將資料自WC 21清空至NAND記憶體1〇之控制；一 NAND寫入控制單元213，其執行對將自wc 2丨清空之資料 寫入至NAND記憶體1〇的控制；及一NAND組織單元212， 145516.doc •45- 201102816 其執行NAND記憶體10中之邏輯區塊的組織（諸如，緊密、 重組、自FS I2至IS I3之資料重新定位）。NAND組織單元 2 1 2順序地將指示NAND記憶體1 〇中之組織處理之狀態的— NAND組織狀態信號（指示組織處理當前處於執行中或是已 完成的信號）發送至WC寫入控制單元21〇及WC清空控制單 元211。WC寫入控制單元210及WC清空控制單元211基於 該NAND組織狀態信號來判斷NAND記憶體1〇中之區塊組 織狀態。 (NAND記憶體之組織） 解釋NAND組織單元212所執行的NAND記憶體1〇之組 織。NAND記憶體1〇之組織包括··緊密/重組處理，其用於 使IS 13之管理下的邏輯區塊之數目等於或小於一特定臨限 值，重組處理’其用於使NAND管理表（諸如，叢集目錄表 31及叢集表3 2)之項的數目等於或小於一特定臨限值；及 自FS 12至IS 13之資料重新定位。 在組織NAND記憶體1〇時所考慮之參數（諸如，岱13之 管理下的邏輯區塊之數目及NAND管理表之項的數目）共同 地稱為NAND資源使用。當每一 NAND資源使用超過臨限 值時，NAND組織單元212執行NAND記憶體1〇之組織且將 指不該處理處於執行中2NAND組織狀態信號發送至wc寫 入控制單元210及WC清空控制單元211。 (緊密） 緊密處理為在IS 13中執行之處理。在緊密處理中，當IS 13之管理下的邏輯區塊之數目超過一特定臨限值時，聚集 145516.doc -46- 201102816 於：之有放叢集資料以將其重寫至一不同邏輯區 放無效叢集。在本實 中且擇 〗中因為磁軌之大小與邏輯區塊 之：、相、同：所以在Ms 11中不發生緊密；然而，若磁轨 〜。與邏輯區塊之大小不同’則甚至在MS 11中發生緊 在在此情況下，需要執行包括MS 11中之緊密的對 NAND記憶體10之組織。 (重組） 重組處理為此類處理：在IS 13之管理下的邏輯區塊之數 目超過特疋臨限值（邏肖區塊之最大數目）時或在用於管理 FS 12及1S 13之表（諸如，叢集目錄表31及叢集表32)之項 的數目超過—特定臨限值時，選擇IS 13巾之有效叢集以將 其整合至一磁軌中且將其清空至MS n。當將IS 13中之有 效叢集整合至一磁軌中時，將FS ^及]^^ u中之包括於同 一磁軌中的有效資料讀出至DRAm 20上且產生該磁軌之資 料影像。 接下來’解釋包括至NAND記憶體10之清空的在WC 21 中之寫入處理。在貿0 21中，將WC 21上之資料清空至 NAND記憶體1〇，使得除了資源使用藉由一寫入命令而臨 時地超過該上限Clmt的情況以外，WC 21之所有資源使用 總是等於或小於上限Clmt。此外，除了使來自主機1之請 求保持等待的情況以外，繼續清空直至WC資源使用變得 等於或小於AF臨限值Caf為止。具體言之，執行如以下所 描述之控制。 (在WC資源使用〉上限Clmt之情況下） 1455l6.doc • 47· 201102816 首先’參看圖22中所展示之流程圖解釋在完成自主機1 至WC 21之資料寫入之後當wc資源使用超過上限Cimt時 的處理。在完成自主機1之資料寫入（步驟S6〇〇)之後，wc /月空控制單元211判斷WC資源使用αΐ至α6之狀態。當WC 資源使用αΐ至α6中之任一者超過上限Cimt(步驟S61〇處之 「疋」）且下一寫入請求尚未自主機i到來（步驟S62〇處之 「否j )時，執行如以下所描述之處理。Wc清空控制單元 211藉由NAND組織狀態信號檢查NAND記憶體1 〇之組織狀 態（步驟S630)。當完成NAND記憶體1〇之組織時，wc清空 控制單元211將WC 21之資料（其作為促使超過上限〇加之 因素）/月空至MS 11及FS 12中之任一者或其兩者以將所有 WC資源使用αι至α6設定為等於或小於上限c丨步驟 S640)。舉例而言，藉由優先地自最舊磁軌按LRu之次序 進行選擇或在優先化用於抑制WC資源使用以使其等於或 小於上限Cimt之處理速度的同時選擇一清空磁軌，來判定 作為清空目標之磁軌。 當所有WC資源使用αΐ至α6變得等於或小於上限Clmt 時，WC清空控制單元211判斷下一寫入請求是否已自主機 1到來（步驟S650)〇當下一寫入請求尚未自主機1到來時， wc清空控制單元21〗繼續清空直至wc資源使用“至“變 得等於或小於AF臨限值Caf為止。具體言之，wc清空控制 單元211藉由NAND組織狀態信號檢查NAND記憶體1〇之組 織狀態（步驟S660)。當完成NAND記憶體1〇之組織時，wc 清空控制單元211將W C 21之資料（其作為促使超過A F臨限 145516.doc -48- 201102816 值Caf之因素）清空至MS丨丨及以12中之任—者或其兩者以 將所有wc資源使用（11至（16設定為等於或小於八17臨限值

Caf(步驟S670)。舉例而言’藉由優先地以高寫入效率清空 一滿磁軌或優先地自最舊磁軌按LRU之次序進行選擇來判 定作為清空目標之磁軌。 另一方面，當所有WC資源使用αΐ至α6變得等於或小於 上限Clmt時，在下一寫入請求已自主機丨到來時（步驟s65〇 處之「是」）或在WC清空控制單元211藉由]^八]^£)組織狀態 信號判斷尚未完成NAND記憶體1〇之組織時（步驟s66〇處之 「否」）’ WC清空控制單元211優先化來自主機：之請求或 NAND記憶體10之組織且不執行自動清空處理。當藉由 NAND組織狀態信號證實在接收來自主機丨之下一寫入|令 之刚完成了 NAND記憶體1〇之組織時（步驟S66s)，執行自 動清空處理（步驟S670)。 此外，在完成自主機1之資料寫入之後，當wc資源使用 ccl至(X6中之任一者超過上限Clmt且下一寫入請求已自主機 1到來時（步驟S620處之「是」），wc清空控制單元211執行 如以下所描述之處理。WC清空控制單元2]1使來自主機i 之下寫入请求保持等待（步驟S680)且藉由NAND組織狀 態信號檢查NAND記憶體10之組織狀態（步驟S69〇)。當完 成NAND記憶體1 〇之組織時，wc清空控制單元2丨丨將Wc 21之資料（其作為促使超過上限Clmt之因素）清空至MS 11 及FS 12中之任一者或其兩者以將所有霄(：資源使用αι至μ 5又定為等於或小於上限Clmt(步驟S7〇〇)。接著在所有 145516.doc •49· 201102816 WC資源使用α1至α6變得等於或小於上限Clm時，wc清空 控制單元211接收來自主機1之寫入請求（步驟S7丨〇)〇然 而，當wc清空控制單元211藉由NAND組織狀態信號判斷 在使來自主機1之下一寫入請求保持等待的同時未完成 NAND記憶體10之組織時（步驟S690處之「否」），wc清空 控制單元211優先化NAND記憶體1〇之組織且處於待用中直 至完成NAND記憶體1〇之組織為止。當wc清空控制單元 211證實完成NAND記憶體1〇之組織時，wc清空控制單元 211將WC 21之資料（其作為促使超過上限〇1加之因素）清空 至MS 11及FS 12中之任一者或其兩者以將所有冒(：資源使 用αΐ至(χ6設定為等於或小於上限Cimt(步驟S7〇〇)接著， 在所有WC資源使用αΐ至α6變得等於或小於上限時， WC清空控制單元211接收來自主機丨之寫入請求（步驟 S710)〇 (在AF臨限值Caf<WC資源使用 <上限Clmt之情況下） 接下來，根據圖23中所展示之流程圖來解釋在完成自主 機1至WC 21之資料寫入之後^^^資源使用不超過上限cimt 但超過AF臨限值Caf時的處理。在完成自主機丨之資料寫入 之後（步驟S800)，在WC資源使用“至“中之任一者超過 AF臨限值Caf的情況下（步驟S810)，當下一寫入請求已自 主機1到來時（步驟S820)，wc清空控制單元211不執行自動 清空處理且接收來自主機1之下一寫入請求（步驟S825)。 然而，當下一寫入請求尚未自主機丨到來時，執行如以 下所描述之處理。wc清空控制單元211藉由NAND組織狀 145516.doc -50· 201102816 通號檢查NAND記憶體1 〇之組織狀態（步驟s83〇)。當完

成NAND記憶體1 〇之組織時’ wc清空控制單元211將WC

21之資料（其作為促使超過AF臨限值caf之因素）清空至MS 11及FS 12中之任一者或其兩者以將所有wc資源使用（^至 α6設定為等於或小於af臨限值Caf(步驟S840)。舉例而 言，藉由優先地以高寫入效率清空一滿磁轨或優先地自最 舊磁軌按LRU之次序進行選擇來判定作為清空目標之磁 軌。 另一方面，當WC清空控制單元211藉由1^八1^1：>組織狀態 信號判斷即使在wc資源使用…至α6中之任一者超過AF臨 限值Caf時仍未完成NAND記憶體10之組織時（步驟S83〇處 之「否」）’ WC清空控制單元211優先化NAND記憶體1〇之 組織且不執行自動清空處理。當藉由NAND組織狀態信號 證貫在接收來自主機1之下一寫入請求之前完成了 NAND記 憶體10之組織時（步驟S850) ’執行自動清空處理（步驟 S840)。以此方式，當在寫入之後完成NAND記憶體ι〇之組 織時，執行自動清空處理’使得可提早預先在wc 21中保 持一自由區。 (另一實施例） 在上文中’首先，當Wc資源使用α1至α6超過上限 Clmt下一寫入請求已自主機1到來且在完成自主機1至 WC 21之資料寫入之後未完成nand記憶體10之組織時， 執行NAND記憶體10之組織同時使下一寫入請求保持等待 且在完成NAND記憶體10的組織之後執行清空處理；然 145516.doc 201102816 而’可執行如以下所描述之控制。 圖24為說明在自主機1至wc 21之資料寫入之後當wc資 源使用超過上限Clmt時之處理之另一實施例的流程圖。在 圖24中’圖22之步驟S680至步驟S710由步驟S900至步驟 S970替代，且在圖22與圖24之間步驟S600至步驟S670為共 同的。 換言之’當滿足以上條件時（在完成自主機1至WC 21之 資料寫入之後（步驟S600)、當WC資源使用α1至cx6超過上限 Clmt(步驟S610)、下一寫入請求已自主機丨到來（步驟S62〇) 及未完成NAND記憶體1 〇之組織（步驟S9〇〇)時），判斷當接 收來自主機1之下一寫入請求時WC資源使用αΐ至α6是否超 過最大值max(步驟S930)。接著’當即使在接收到來自主 機1之下一寫入請求時WC資源使用αι至α6亦不超過最大值 max時，在不將WC 21之資料清空至NAND記憶體10的情況 下接收來自主機1之下一寫入請求（步驟S970),且使資料 寫入至WC 21中。 另一方面’當在步驟S930處判斷WC資源使用αΐ至“超 過最大值max時，使來自主機1之下一寫入請求保持等待 (步驟S940)且執行清空處理，使得在組織NAND記憶體ι〇 之後（步驟S950)所有WC資源使用“至“變得等於或小於上 限Clmt(步驟S960)。其後，接收來自主機！之下一寫入請 求（步驟S970)且使資料寫入至WC21中。 在步驟S900處，當完成NAND記憶體1〇之組織時，使來 自主機1之下一寫入請求保持等待（步驟S9丨〇)且執行清空 145516.doc •52- 201102816 處理以使得所有WC資源使用αΐ至α6變得等於或小於上限 Clmt(步驟S920)。其後，接收來自主機1之下一寫入請求 (步驟S970)且使資料寫入至WC21中。 在本實施例中，在自主機1至WC 21之資料寫入之後（亦 即’在資料的寫入之前），執行自WC 21至NAND記憶體1 〇 之清空；然而’可並行地執行對WC 21之資料寫入及至 NAND記憶體10之清空。 以此方式，根據本實施例，比較wc資源使用與小於上 限Clmt之AF臨限值Caf，且當WC資源使用超過AF臨限值 Caf時，檢查NAND記憶體1〇之組織狀態。當已充分地進行 NAND記憶體1〇之組織時，有效地利用時間來提早地將資 料自WC 21清空至NAND記憶體1 〇，使得可提早地開始 NAND記憶體1〇之組織，且藉此亦使得能夠以高速執行自 WC 21之後續清空。因此，可保全wc 21之許多資源（諸 如’記憶區及管理表之項），使得可改良對後續寫入命令 之回應，且因此可大體上改良對來自主機之寫入請求的回 應。此外’在本實施例中，準備複數個Wc資源使用αι至 α6 ’且針對WC資源使用αι至α6中之每一者準備上限Cimt 及AFB&限值Caf。當WC資源使用αΐ至α6中之任一者超過其 對應之上限Clmt或AF臨限值Caf時，清空作為促使超過上 限Clmt或AF臨限值Caf之因素的資料，使得可有效地且以 高速執行在使wc資源使用等於或小於上限clmt*AF臨限 值Caf時的清空處理。 (第二實施例） 145516.doc •53- 201102816 圖25為安裝有SSD loo之pc 1200之實例的透視圖。pc 1200包括一主體12〇1及一顯示單元12〇2。顯示單元12〇2包 括一顯示外殼1203及一容納於顯示外殼1203中之顯示器件 1204。 主體1201包括一底盤12〇5、一鍵盤12〇6及一作為點擊器 件之觸控板1207。底盤1205在其中包括一主電路板、一光 碟器件（ODD)單元、一卡片槽及SSD 100。 卡片槽經提供而鄰近於底盤1205之周邊壁。該周邊壁具 有一面向卡片槽之開口 1208。使用者可經由開口 1208將一 額外器件自底盤1205外部插入至卡片槽中或自卡片槽移除 一額外器件。 SSD 100在安裝於pc 1200上之狀態下可用來替代習知硬 碟驅動器（HDD)或在插入至包括於pC丨2〇〇中之卡片槽中的 狀態下可用作一額外器件。 圖26為安裝有SSD 100之PC 1200之系統組態實例的圖。 PC 1200包括一CPU 1301、一北橋晶片13〇2、一主記憶體 13 03、一視訊控制器1 3 04、一音訊控制器丨3 〇5、一南橋曰 片1309、一基本輸入/輸出系統唯讀記憶體（bi〇s_r〇m> 1310、SSD 100、一 ODD 單元 1311、一旗入斗^*， 平嵌入式控制器/鍵盤 控制器IC(EC/KBC)13 12及一網路控制器13 13。 CPU 1301為用於控制PC 1200之操作的處理器，且執行 自SSD 1〇0載入至主記憶體1303上之作業系統（〇s)。= 外，當ODD單元1311能夠對一經安裝之光碟執行讀取處理 及寫入處理中之至少一者時，CPU13〇I執行該處理。 145516.doc • 54 - 201102816 1311之存取的功能。 EC/KBC 1312為一單晶片微電腦，用於電力管理之欲入 式控制器及用於控制鍵盤（KB) 1206及觸控板1207之鍵盤控 制器整合於該單晶片微電腦中。 EC/KBC 1312具有基於使用者對電力按鈕之操作來開啟/ 關掉PC 1200之功能。舉例而言，網路控制器1313為一通 信器件，其執行與諸如網際網路之外部網路的通信。 對於熟習此項技術者而言，將容易出現額外優點及修 改。因此，本發明在其較寬泛態樣中並不限於本文中所展 示及描述之特定細節及代表性實施例。因此，在不脫離如 由隨附申請專利範圍及其等效物界定之一般發明性概念之 精神或範疇的情況下可進行各種修改。 【圖式簡單說明】 圖1為SSD之組態實例之方塊圖； 圖2A及圖2B為說明包括於NAND記憶體晶片中之一區塊 之組態貫例及四元資料儲存系統中之臨限分布的圖； 圖3為驅動控制電路之硬體内部組態實例的方塊圖； 圖4為處理器之功能組態實例的方塊圖； 圖5為形成於NAND記憶體及動態隨機存取記憶體 (DRAM)中之功能組態的方塊圖； 圖6為說明LBA邏輯位址之圖； 圖7為說明資料管理單元中之管理表之組態實例的圖； 圖8為概念性地說明快照及日誌之產生狀態的圖； 圖9為說明寫入快取記憶體（wc)中之寫入處理的流程 145516.doc •56· 201102816 此外’ CPU 1301執行儲存於BIOS-ROM 1310中之系統 BIOS。該系統BIOS為用於控制PC 1200之硬體的電腦程 式。 北橋晶片1302為將CPU 13 01之區域匯流排連接至南橋晶 片1309之橋接器件。北橋晶片1302具有一用於控制對主記 憶體1303之存取的記憶體控制器。 此外，北橋晶片1302具有執行經由加速圖形埠（AGP)匯 流排及其類似者與視訊控制器1304通信及與音訊控制器 1305通信的功能。 主記憶體1303在其中臨時儲存電腦程式及資料，且充當 CPU 1301之工作區。舉例而言，主記憶體13〇3係由dram 組成。 視sfl控制器1 3 0 4為用於控制用作p C 12 0 0之顯示監視器 之顯示單元1202的視訊重現控制器。 音訊控制器1305為用於控制PC 1200之揚聲器1306之音 訊重現控制器。 南橋晶片1309控制低接腳數（LPC)匯流排1314上之每一 器件及周邊組件互連（PCI)匯流排1315上之每一器件。此 外，南橋晶片1309經由ΑΤΑ介面控制SSD 1〇〇，該SSD 1〇〇 為儲存各種類型之軟體及資料的記憶體器件。 PC 1200以磁區為單位對SSD 100進行存取。經由ata介 面將寫入命令、讀取命令、清空命令及其類似者輸入至 SSD 1〇〇 。 南橋晶片13〇9具有控制對BIOS-ROM 1310及0DD單元 145516.doc -55- 201102816

圖10為說明自WC至主要儲存區（MS)之寫入處理之操作 程序的流程圖； 圖11為說明自WC至MS之寫入處理之操作概念的示意 圖12為說明低密度磁軌自wc至前段儲 處理之操作程序的流程圖； ）寫入 圖13為說明低密度磁執自％(：至1^之寫入處理之操作概 念的示意圖； 圖14為說明自FS至中間段儲存區（IS)之資料重新定位之 操作程序的流程圖； 圖15為說明自FSiIS之資料重新定位之操作概念的示意 園， 圖16為說明IS中之重組處理及緊密處理之操作程序的流 程圖； 圖17為說明WC中之管理結構之圖； 圖18為說明WC磁軌資訊表之圖； 圖19為說明WC高密度磁軌資訊表之圖； 圖20為說明WC資源名稱（參數名稱）與自動清空（Af)臨限 值及上限之間的關係之圖； 圖21為說明根據本實施例之基本部分之組態的功能方塊 圖； 圖22為說明當WC資源使用超過上限時之一操作程序的 流程圖； 145516.doc -57- 201102816 圖23為說明當AF臨限值<wc資源使用 <上限時之操作程 序的流程圖； 圖24為說明當WC資源使用超過上限時之另—操作程序 的流程圖； 圖25為安裝有SSd之PC之全景圖；及 圖26為安裝有SSD之PC之系統組態實例的圖。 【主要元件符號說明】 1 主機器件 2 進階技術附件介面（ΑΤΑ I/F) 3 通信介面 4 驅動控制電路 5 電力供應電路 6 發光二極體（LED) 7 溫度感測器 8 熔絲 10 NAND型快閃記憶體 10a 並行操作元件 10b 並行操作元件 10c 並行操作元件 10d 並行操作元件 11 主要儲存區 12 前段儲存區） 13 中間段儲存區 20 dram 145516.doc 201102816 21 寫入快取記憶體（WC) 22 讀取快取記憶體（RC) 23 RC管理表 24 WC磁軌表 25 WC磁轨資訊表 25a WC磁執最近最少使用（LRU)資訊表 25b WC磁轨自由資訊表 26 W C南密度磁軌貧訊表 27 WC低密度磁軌資訊表 29 WC叢集區管理表 30 磁軌表 31 叢集目錄表 31a 叢集目錄LRU表 31b 叢集目錄自由資訊表 32 叢集表 33 叢集區塊資訊表 33a 用於管理自由資訊之叢集區塊資訊表 33b 針對FS 12之叢集區塊資訊表 33c 針對IS 13之叢集區塊資訊表 40 邏輯至實體轉譯表 100 固態硬碟（SSD) 101 資料存取匯流排 102 第一電路控制匯流排 103 第二電路控制匯流排 145516.doc -59- 201102816 104 105 106 107 108 109 110 111 112 113 114 115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125 200 145516.doc 處理器 開機ROM ROM控制器 時脈控制器 I2C電路 並聯IO(PIO)電路 串聯IO(SIO)電路 ΑΤΑ介面控制器（ΑΤΑ控制器） 第一錯誤檢查及校正（ECC)電路 NAND控制器 DRAM控制器 靜態隨機存取記憶體（SRAM) SRAM控制器 NAND介面 第二ECC電路 用於直接記憶體存取（DMA)傳送控制之 DMA控制器 資料管理單元 ΑΤΑ命令處理單元 安全管理單元 開機載入程式碼 初始化管理單元 除錯支援單元 用於除錯及製造檢驗之裝置 -60- 201102816 210 211 212 213 1200 1201 1202 1203 1204 1205 1206 1207 1208 1301 1302 1303 1304 1305 1306 1309 1310 1311 1312 145516.doc WC寫入控制單元 WC清空控制單元 N AND組織單元 NAND寫入控制單元 PC 主體 顯示單元 顯示外殼 顯示器件 底盤 鍵盤 觸控板 開口 CPU 北橋晶片 主記憶體 視訊控制器 音訊控制器 揚聲器 南橋晶片 基本輸入/輸出系統唯讀記憶體（BIOS-ROM) ODD單元 嵌入式控制器/鍵盤控制器IC(EC/KBC) -61 - 201102816 1313 1314 1315 BLO BL1 BL2 BL3 BLp MT SGD SGS SL ST1 ST2 WLO WL1 WL2 WL3 WLq 網路控制器 低接腳數（LPC)匯流排 周邊組件互連（PCI)匯流排 位元線 位元線 位元線 位元線 位元線 記憶體單元電晶體 閘極線 閘極線 源極線 選擇電晶體 選擇電晶體 字線 字線 字線. 字線 字線 145516.doc -62-

Claims (1)

1. 201102816 七、申請專利範圍： 1. 一種記憶體系統，其包含： 一快取記憶體； 非揮發性半導體記憶體，經由該快取記憶體將資料 寫入於該非揮發性半導體記憶體中； 一組織單元，其在該非揮發性半導體記憶體之—資源 使用超過一特定值時’藉由在該非揮發性半導體記憶體 中組織該資料來增加該非揮發性半導體記憶體之一資 源； 一第一清空控制單元，其執行第一清空處理，該第— 清空處理用於在該快取記憶體之該資源使用超過一第— 臨限值且小於-第二臨限值且完成藉由該組織單元進行 之一組織時，將該快取記憶體中之資料清空至該非揮發 I·生半導體§己憶體直至該快取記憶體之該資源使用變得等 於或小於S玄第一臨限值為止，其中該第二臨限值大於該 第一臨限值；及 一第二清空控制單元，其執行第二清空處理，該第二 清空處理用於在該快取記憶體之該資源使用超過該第二 限值且完成藉由該組織單元進行之該組織時將該快取 記憶體中之該資料清空至該非揮發性半導體記憶體直至 4快取記憶體之該資源使用變得等於或小於該第二臨限 值為止，且用於在該快取記憶體之該資源使用超過該第 一臨限值且未完成藉由該組織單元進行之該組織時在完 成藉由該組織單元進行之該組織之後將該快取記憶體中 145516.doc 201102816 之該資料清空至該非揮發性半導體記憶體。 2·如請求項1之記憶體系統，其中該第二清空控制單元在 執行對該快取記憶體之資料寫入處理之後當不使—寫入 請求保持等待時執行該第二清空處理，且在執行對該快 取記憶體之該資料寫入處理之後當使該寫入請求保持等 待時在接收該寫入請求之前執行該第二清空處理。 3.如請求項2之記憶體系統，其中該第一清空控制單元在 執行該第二清空處理之後當不使該寫入請求保持等待時 執行該第一清空處理。 4·如請求項1之記憶體系統，其中該第一清空控制單元在 執行對該快取記憶體之資料寫入處理之後當不使—寫入 °月求保持等待時執行該第一清空處理，且在執行對該快 取記憶體之該資料寫入處理之後當使該寫入請求保持等 待時在不執行該第一清空處理的情況下接收該寫入請 求。 5·如請求項1之記憶體系統，其中 該第一清空控制單元及該第二清空控制單元監視該快 取記憶體中之複數個資源使用， 該第一清空控制單元在該等資源使用中之任一者超過 針對該等資源使用中之每一者設定之該第一臨限值時執 行該第一清空處理，且 該第二清空控制單元在該等資源使用中之任一者超過 針對該等資源使用中之每一者設定之該第二臨限值時執 行該第二清空處理。 145516.doc 201102816 6.如請求項5之記憶體系統，其中 該非揮發性半導體記憶體包 複數個實趙區塊.該等實趙區=:!:抹除單位之 資料讀取與資料寫入單位之複數個實：=括作為一 區❹之-或多者相關聯的—邏二實::與該等實體 其神μ + 铒&塊係分配給一第一 Β儲存區、一第二管理儲存區 之每—者， 第二官理儲存區中 該第一清空控制單元及該第二 。_ 成„ ν〜 月工控制早兀將以磁區 為早位寫入於該快取記憶體申 一％ 之複數個資料清空至該第 &理儲存區作為第一管理單 之資料，且將以磁區 為單位寫入於該快取記憶體中 梦一 ^中之该複數個資料清空至該 第一官理儲存區作為第二管理置；士 .. 目理早兀中之資料，該等第二 S'理單元為該等第一管理輩开* A s早70之兩倍或—更大自然數倍 大，且 該组織單元執行： 第-處理，其用於在該第一管理儲存區中之邏輯區 塊的一數目超過―容限時將登記於該第-管理儲存區中 之一最舊邏輯區塊重新定位至該第三管理儲存區； 第二處理’其用於在該第三管理儲存區中之邏輯區 塊的一數目超過一容限日年搜担够 枝 今丨民時選擇第一管理單元中之複數個 有效資料且將選定之有效資料複製於一新的邏輯區塊 中；及 第三處理，其用於在該第三管理儲存區中之邏輯區 塊的-數目超過1限時將第—管理單元中之該複數個 1455I6.doc 201102816 ^效資料整合至第二管理單^之資料中且將第二管理 單元中之該資料清空至該第二管理儲存區。 7·如請求項6之記憶體系統，其中該快取記憶體之該資源 使用包括如下各者中之至少—者：寫入於該快取記憶體 中的第-管理單元中之有效資料的一數目、寫入於該快 =憶，中的第二管理單元中之有效資料的-數目、第 二之—有效磁區及資料完全包括於其中的第 用:路::::資料的-數目，及該快取記憶體中未使 8· 記憶體系統’其中當將寫入於該快取記憶 清空控制單亓会 丁 4弟 比率的第-管理制單元將包括少於一特定 低密度資料二早70中之有效資料的第二管理單元中之 特定比該第一管理儲存區，且將包括多於該 中之S密许“里皁4之有效資料的第二管理單元 r(阿密度資料清允 平凡 9·如請求項8之工以第一 S理儲存區。 使用包括二t:體系統I其中該快取記憶體之該資源 中的第一管理。。者中之至^ —者：寫入於該快取記憶體 取記憶體肀的笫：中之：效資料的-數目；寫入於該快 -管理單元巾=管理單元中之有效資料的-數目；第 二管理單元中^有相區及資料完全包括於其中的第 之路的一數目料的一數目，·該快取記憶體中未使用 之有效資料的第該特定比率的第-管理單元中 官里早TL中之資料之一數目；及包括 I455I6.doc 201102816 於第二管理單元中 T心貪科中的第一營 一數目，第二管理 平兀令之資料的 的第一管理單元， 之。亥貝料包括少於該特定比率 吕理早几中之有效資料。 半 10.如請求項7之記憶體系統 兮笙-、主如 八r該第—清空控制輩；B 忒第一清空控制單元 利皁兀及 空處理及該第二清空=下各者來執行該第-清 -第-管理表，其包括各自分配有 一位址之少許較俏办_ α ®里皁兀中之 ^ ^ 的複數個索引及針對該等索引中 之每一者包括複數個敗 ，、W中 是歎個路的項’且對於該等項中之 =之=對應於寫入於該快取記憶體中的第二心 7L中之貧料的—位 干 址及私不關於第—管理單元中之資料 的管理資訊之—儲在 貧科 者存位置的札標資訊，第一管理單元中 之該資料係包括於第-營 _ ^ 乐一 &理早兀中之一位址範圍中；及 -第一官理表’其為由該指標資訊指示之管理資訊， 包括：第-資訊，其指示第—管理單元中之資料的一儲 存位置同時與第—管理單元中之__位址相關聯；第二資 A ,、才曰不包括於第一管理單元中之一位址範圍中的複 數個磁區中保全有效資料之一磁區；第三資訊，其指示 包括於第二管理單元中之該位址範圍中的第一管理單元 中之有效i料之一數目；及第四資訊，其指示包括於第 二管理單元中之該位址範圍中且一有效磁區完全包括於 其中的第一管理單元中之資料之一數目，且該第二管理 表管理針對第二管理單元中之每一位址寫入於該快取記 憶體中之資料的一時間順序及寫入於該快取記憶體中的 145516.doc 201102816 第二管理單元中之有效資料的—數目。 U.如請求項9之記憶體系統，#中該第一清 該第二清空控制單元藉由參考 工 70及 空處理及該第二清空處理：下各者來執仃該第-清 一一第-管理表’其包括各自分配有第二管理單元中之 -位址之少許較低位元的複數個索引及針對該等索引中 之2一者包括複數個路的項，且對於該等項中之每一者 而。’儲存對應於寫人於該快取記憶體中的第二管理單 兀中之資料的一位址及指示關於第一管理單元中之資料 的管理資訊之—儲存位置的指標資訊，第-管理單元中 之該資料係包括於第二管理單元中之一位址範圍中； -第二管理表，其為由該指標資訊指示之管理資訊， 包括：第一資訊，其指示第-管理單元令之資料的-儲 存位置同時與第一管理單元中之一位址相關聯；第二資 机’其指示包括於[管理單元中之—位址範圍中的複 數個磁區中保全有效資料之_磁區；第三資訊，其指示 。括於第二官理單元中之該位址範圍中的第一管理單元 ::有_之—數目；及第四資訊其指示包括於第 -S理早兀中之該位址範圍中且一有效磁區完全包括於 其中的第一管理單元中之資料之一數目，且該第二管理 表管理針對第二管理單元中之每一位址寫入於該快取記 隐體中之資料的-時間順序及寫人於該快取記憶體中的 第一管理單元中之有效資料的一數目； -第三管理表’其包括各自分配有第二管理單元中之 145516.doc 201102816 -：址之少許較低位元的複數個索引及針對該等索引中 之每一者包括複數個路的項，且對於該等射之每—者 而言’儲存對應於該高密度資料的第- _ ^ —目理单7C中之一 位址；及 -第四管理表’其管理包括於對應於該低密度資料的 第二管理單元中之該位址範圍中的第一管理單元 料之一總數目。 12♦如請求項11之記憶體系統，其中 該非揮發性半導體記憶體包括複數個通道並行操作元 件’該複數個通道並行操作元件之每一者包括複數個呓 憶體晶片’該等記憶體晶片中之每一者包括該等實體區 塊，該㈣道並行操作元件巾之每—者包括複數個記憶 體庫’該複數個記憶體庫各自包括能夠執行一交錯操作 的該等實體區塊， 該第-管理表至該第四管理表管理具有與一邏輯區塊 相同之-大小的第二管理單元中之資料，該邏輯區塊係 與複數個實體區塊相關聯，該複數個實體區塊係選自該 等通道並行操作元件，且 該第三管理表使用-記憶體庫位址，給該記憶體庫位 址分配第二管理單元中之一位址的一最低有效側上之一 至複數個位元作為該索引。 13.如請求項11之記憶體系統，其中 該非揮發性半導體記憶體包括複數個通道並行操作元 件，該複數個通道並行操作元件之每一者包括複數個記 145516.doc 201102816 憶體晶片，該等記憶體晶片令之每一者包括能夠執行一 並行操作之複數個平面，該等平面中之每一者包括：等 實體區塊’該等通道並行操作元件中之每一者包括： 個記憶體庫，該複數個記憶體庫各自包括能夠執行二六 錯操作的該等實體區塊， 乂 該第-管理表至該第四管理表管理具有與一邏輯區塊 相同之—大小的第二管理單元中之資料，該邏輯區塊係 與複數個實體區塊相關聯，該複數個實體區塊係選自談 等通道並行操作元件，且 該第三管理表使用-記憶體庫位址，給該記憶體庫位 址分配-平面位址之—上部側上的—至複數個位元作為 該索引，給該平面位址分配第二管理單元中之一位址的 一最低有效側上之一至複數個位元。 14. ^請求項！之記憶體系統，其中該第二臨限值係設定為 能夠在不執行自該快取記憶體至該非揮發性半導體記憶 體之資料清空的情況下接收至該快取記憶體之—單―資“ 料傳送的一值。 15. —種記憶體系統，其包含： 一快取記憶體； -非揮發性半導體記憶體’經由該快取記憶體將資料 寫入於該非揮發性半導體記憶體中； 一組織單7C，其在該非揮發性半導體記憶體之一資源 使用超過-特定值時，#由在該非揮發性|導體記憶體 中組織該資料來增加該非揮發性半導體記憶體之一資 145516.doc 201102816 源； 一第一清空控制單元，其在該快取記憶體之該資源使 用超過一第一臨限值且小於一第二臨限值且完成藉由該 組織單元進行之一組織時，將該快取記憶體中之資料清 空至該非揮發性半導體記憶體直至該快取記憶體之該資 源使用變得等於或小於該第一臨限值為止，其中該第二 臨限值大於該第一臨限值；及 一第二清空控制單元，其執行： 第-處理’該第-處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值且完成藉由該組織單元進行之 該組織時，將該快取記憶體中之該資料清空至該非揮發 性半導體記憶體直至該快取記憶體之該㈣'使用變得等 於或小於該第二臨限值為止； 第二處理’該第二處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值、未完成藉由該組織單元進行 之該組織，且能夠在該快取記憶體之該資源使用不達到 作為大於該第：臨限值之-容限之—最大值的—範圍中 處理寫人請求時，在不將該快取記憶體巾之該資料清空 至該非揮發性半導體記憶體的情況下執行該快取記憶二 中之資料寫入；及 第二處理，該第三處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值、未完成藉由該組織單元進行 之該組織’且不能夠在該快取記憶體之該資源使用不達 到該最大值的-範圍中處理該寫人請求時，在完成藉由 145516.doc 201102816 中之該資料 快取記憶體 該組織單元進行之該組織且將該快取記憶體 清空至該非揮發性半導體記憶體之後執行哕 中之資料寫入。 第二清空控制單元在 理之後當不使該寫入 且在執行對該快取記 寫入請求保持等待時 記憶體系統包括一快 體’經由該快取記憶 s己憶體中’該方法包 16.如請求項15之記憶體系統，其中該 執行對該快取記憶體之資料寫入處 請求保持等待時執行該第一處理， 憶體之該資料寫入處理之後當使該 執行該第二處理或該第三處理。 1 7 _ —種控制一記憶體系統之方法，該 取記憶體及一非揮發性半導體記憶 體將資料寫入於該非揮發性半導體 含： 執行組織處理，其用於在該非揮發性半導體記憶體之 一資源使用超過一特定值時，藉由在該非揮發性^導體 δ己憶體中組織該資料來增加該非揮發性半導體記憶體之 一資源； 執行第一清空處理，其用於在該快取記憶體之該資源 使用超過一第一臨限值且小於一第二臨限值且完成藉由 一組織單元進行之該組織時，將該快取記憶體中之資料 清空至該非揮發性半導體記憶體直至該快取記憶體之該 資源使用變得等於或小於該第一臨限值為止，其中該第 二臨限值大於該第一臨限值；及 執行第二清空處理，其用於在該快取記憶體之該資源 使用超過該第二臨限值且完成藉由該組織單元進行之該 145516.doc •10- 201102816 組織時’將該快取記憶體中之該資料清空至該非揮發性 半導體記憶體直至該快取記憶體之該資源使用變得等於 或小於該第二臨限值為止，且用於在該快取記憶體之該 資源使用超過該第二臨限值且未完成藉由該組織單元進 行之該组織時，在完成藉由該組織單元進行之該組織之 後將該快取减體中之該資料清空至該非揮發性半導體 記憶體。 1 8.如請求項17之方法，其中 該第二清空處理係在執行對該快取記憶體之資料寫入 處理之後當不使-寫入請求保持等待時執行，且 該第二清空處理係在執行對該快取記憶體之該資料寫 入處理之後當賤寫人請求保料料在接㈣寫入請 求之前執行。 19.如請求項18之方法，其中該第—清空處理係在執行該第 -清空處理之後當不使該寫入請求保持等待時執行。 2 〇 ·如請求項17之方法，其中 該第—清空處理係在執行對該快取記憶體之資料寫入 處理之後當不使一寫入請求保持等待時執行，且 =入請求係在執行對該快取記憶體之該資料寫入處 使該寫人請求保持等待時在不執行該第一清空 晁理的情況下接收的。 21·如請求項17之方法，其中 該快取記憶體係運用複數個資源使用來監視， 該第—清空處理係在該等資源使用中之任一者超過針 145516.doc 201102816 對該等資源使用中之每一者設定之兮笛 ^ 百β又疋&忒第—臨限值時執 行，且 該第二清空處理係在該等資源使用中之任一者超過針 對該等資源使用中之每一去哎定夕兮货 Τ心母 t °又疋之忒第二臨限值時執 行。 22_如請求項21之方法，其中 該非揮發性半導體記憶體包括作為一資料抹除單位之 複數個實體區塊， 該等實體區塊中之每一者句括作或—$ 有包枯作為一資料讀取與資料 寫入單位之複數個實體頁， 與該等實體區塊中之一或多者相關聯的—邏輯區塊係 分配給一第一管理儲存區'一第二管理儲存區及一第三 管理儲存區中之每一者， 該第一清空處理及該第二清空處理包括： 將以磁區為單位寫人於該快取記憶體中之複數個資 料清空至該第-管理錯存區作為第一管理單元中之資 料；及 一 # Μ❹為單位寫人於該快取記憶體中之該複數個 資料清空至該第二管理儲存區作為第二管理單元中之 資料，該等第二管理單元為該等第一管理單元之兩倍 或一更大自然數倍大，且 該組織處理包括： 第一處理’其用於在該第一管理儲存區中之邏輯區 塊的數目超過一容限時將登記於該第一管理儲存區令 1455I6.doc -12· 201102816 之一最舊邏輯區塊重新定位至該第三管理儲存區； 第二處理，其用於在該第三管理儲存區中之邏輯區 塊的一數目超過一容限時選擇第一管理單元中之複數個 有效資料且將選定之有效資料複製於一新的邏輯區塊 中；及 第二處理，其用於在該第三管理儲存區中之邏輯區 塊的一數目超過一容限時將第一管理單元中之該複數個 有效資料整合至第二管理單元中《資料中且冑第二管理 單元中之該資料清空至該第二管理儲存區。 23.如清求項22之方法’其中該快取記憶體之該資源使用包 括士下各者中之至少一者·寫入於該快取記憶體中的第 S理單70中之有效資料的一數目、寫入於該快取記憶 體中的第二管理單元中之有效資料的一數目、第一管理 单兀中之-有效磁區及資料完全包括於其中的第二管理 單元中之資料的一數目，及該快取記憶體中未使用之路 的一數目。 24.如請求項22之方法，其中 當將寫入於該怏取記憶體中之資料清空至該非揮發性 半導體記憶體時，該第一清空處理及該第二清空 4τ- · * <〇 · 將包括少於一 料的第二管理單元 存區；及 特定比率的第一管理單元中之有效資 中之低密度資料清空至該第一管理儲 將多於該特定比率的第一 管理單元中之有效 資料的 145516.doc -13- 201102816 管理儲存 第一 S理單元中之高密度資料清空至該第 區。 士口月求項24之方法，其中該快取記憶體之該資源使用包 括如下名-去由夕Z： ,κ . 卜 τ之至）一者：寫入於該快取記憶體中的第 一管理單元中之有效資料的一數目；寫入於該快取記憶 體中的第二管理單元中之有效資料的一數目；第二管理 早凡中第-管理單元中之—有效磁區及資料完全包括其 中之育料的—數目；該快取記憶體中未使用之路的-數 :第包：多於該特定比率的第—管理單元中之有 :第二管理單元中之資料之一數目；及包括於第二營理 早：中之資料中的第一管理單元中之資料的一數 一官理單元中之該資料包括少於該特定比率的第_管理 單元中之有效資料。 ^ 26.如請求項23之方法，其中 ”一清空處理及該第二清空處理包括參考： -第-管理表，其包括各自分配有第二 一位址之少啤勤你/ _ 早凡中之 之每-者包括個索引及針對該等索” 而：二包括複數個路的項’且對於該等項中之每 ::之::對應於寫入於該快取記憶體中的第二管理Ϊ f枓的—位址及指示關於第一管理單元： &理資訊之_儲存位置的指標資訊，第 4 之該資料係包括於第二管 S里早7C中 -第二-心 中之一位址範圍中；及 包括：第-資訊，…之管理資訊， η不第—管理單元中之資料 I45516.doc 201102816 存位置同時與第—管 s埋早兀中之一位址相關聯；第二資 訊’其指示包括於笫_ 〇 一 弟 s理早疋十之一位址範圍中的複 數個磁區中保令_古 次 有政貝料之一磁區；第三資訊，其指示 包括於第二管理置-, 早几中之該位址範圍中的第一管理單元 中之有效資料之—數曰.^ 欣〇〇 数目，及第四資訊’其指示包括於第 狀單元中之3亥位址範圍中且一有效磁區完全包括於 其中的第—管理單以之資料之-數目，且該第二管理 表管理針對第二管理塁士士+― _ 早疋中之母一位址寫入於該快取記 憶體中之資料的—時間順序及寫入於該快取記憶體中的 第一 e理單tl中之有效資料的一數目。 27. 如請求項25之方法，其中 X第…二處理及該第二清空處理包括參考： 第e理表’其包括各自分配有第二管理單元中之 位址之v 4較低位元的複數個索引及針對料索引中 之每I包括複數個路的項，且對於該等項中之每一者 而。儲存對應於寫入於該快取記憶體中的第二管理單 元中之資料的—位址及指示關於第一管理單元中之資料 的管理資訊之_綠左 储存位置的指標資訊，第一管理單元中 之該貢料係包括於笛-其：田„ 丄 7、弟—官理早凡中之一位址範圍中； 一第一官理表，其為由該指標資訊指示之管理資訊， 第資訊，其指示第一管理單元中之資料的一儲 存位置同時與第一瞢理留二+ 官理早兀中之一位址相關聯；第二資 ’其指不包括於笛—*4； 〇〇 _ 弟 g理單几中之一位址範圍中的複 數個磁區中保全右汾咨刺_ > 虿政貝枓之一磁區；第三資訊，其指示 I45516.doc • 15_ 201102816 包括於第二管理單元中之該位址範圍中的第一管理單元 中之有效資料之一數目；及第四資訊，其指示包括於第 二管理單元中之該位址範圍中且一有效磁區完全包括於 其中的第-管理單元中之資料之—數目，且該第二管理 表e理針對第—官理單元中之每—位址寫人於該快取記 憶體中之資料的一時間順序及寫入於該快取記憶體中的 第二管理單元中之有效資料的一數目； -第三管理表’纟包括各自分配有第二管理單元中之 一位址之少許較低位元的複數個索引及針對該等索引中 之每一者包括複數個路的項，且對於該等項中之每一者 而言，儲存對應於該高密度資料的第二管理單元中之一 位址；及 -第四管理表，其管理包括於對應於該低密度資料的 第二管理單元中之該位址範圍中的第一管理單元中之資 料之一總數目。 28.如請求項27之方法，其中 該非揮發性半導體記憶體包括複數個通道並行操作元 件’該複數個通道並行操作元件之每—者包括複數個記 憶體晶片， 該等記憶體晶片中之每-者包括該等實體區塊， 該等通道並行操作元件中之每—者包括複數個記憶體 庫’該複數個記憶體庫各自包括能夠執行一交錯操作的 該等實體區塊， 該第-管理表至該第四管理表管理具有與一邏輯區塊 145516.doc •16· 201102816 相同之Λ小的第二管理單元中之資料，該邏輯區塊係 與複數個實體區塊相關聯，該複數個實體區塊係選自該 等通道並行操作元件，且 »亥第—官理表使用—記憶體庫位址，給該記憶體庫位 址分配第二管理單Μ之-位址的-最低有效側上之-至複數個位元作為該索引。 29.如請求項27之方法，其中 該非揮發性半導體記憶體包括複數個通道並行操作元 件’該複數個通道並行操作元件之每_者包括複數個記 憶體晶片， 該等記憶體晶片中之每一者包括能夠執行一並行操作 之複數個平面， 該等平面中之每一者包括該等實體區塊， 該等通道並行操作元件中之每一者包括複數個記憶體 庫該複數個5己憶體庫各自包括能夠執行一交錯操作的 該等實體區塊， 該第-管理表至該第四管理表管理具有與一邏輯區塊 相同之-大小的第二管理單元中之資料，該邏輯區塊係 與複數個實體區塊相關聯，該複數個實體區㈣選自該 等通道並行操作元件，且 該第三管理表使用一記憶體庫位址，給該記憶體庫位 址分配—平面位址之—上部側上的-至複數個位元作為 该索引，給該平面位址分配第二管理單元中之一位址的 一最低有效側上之一至複數個位元。 145516.doc -17- 201102816 3〇.如請求項17之方法，其中該第二臨限值係設定為能夠在 不執行自該快取記憶體至該非揮發性半導體記憶體之資 料清空的情況下接收至該快取記憶體之一單一資料傳送 的一值。 31 · 一種控制一記憶體系統之方法，該記憶體系統包括—快 取記憶體及一非揮發性半導體記憶體，經由該快取記憶 體將資料寫入於該非揮發性半導體記憶體中，該方法包 含： 執行組織處理，其用於在該非揮發性半導體記憶體之 一資源使用超過一特定值時，藉由在該非揮發性半導體 記憶體中組織該資料來增加該非揮發性半導體記憶體之 一資源； 執行第一清空處理，其用於在該快取記憶體之該資源 使用超過一第一臨限值且小於—第二臨限值且完成藉由 一組織單元進行之該組織時，將該快取記憶體中之資料 清空至该非揮發性半導體記憶體直至該快取記憶體之該 資源使用變得等於或小於該第一臨限值為止，其中該第 二臨限值大於該第一臨限值；及 執行第二清空處理，其用於執行： 第一處理，該第一處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值且完成藉由該組織單元進行之 該組織時’將該快取記憶體中之該資料清空至該非揮發 性半導體δ己憶體直至该快取記憶體之該資源使用變得等 於或小於該第二臨限值為止； 145516.doc •18. 201102816 第二處理，該第二處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值、未完成藉由該組織單元進行 之該組織’且能夠在該快取記憶體之該資源使用不達到 作為大於該第二臨限值之一容限之一最大值的一範圍中 處理寫入請求時，在不將該快取記憶體中之該資料清空 至該非揮發性半導體記憶體的情況下執行該快取記憶體 中之資料寫入；及 第-處理’該第二處理用於在該快取記憶體之該資 源使用超過該第二臨限值、未完成藉由該組織單元進行 之該組織，且不能夠在該快取記憶體之該資源使用不達 到該最大值的-範圍中處理該寫人請求時，在完成藉由 該組織單元進行之該組織且將該快取記憶體中之該資料 清空至該非揮發性半導體記憶體 中之資料寫人。 執仃錢取記憶體 3 2.如請求項3 1之方法，其中 該第-清空處理係在執行對該快 處理之後當不使該寫入請求保持：體之貧料寫入 33. 該第二處理或該第三處理係在執行對二且 該資料寫入處理之後當使該寫入請长，°亥快取記憶體之 一種資訊處理裝置，其包含：β ,保持等待時執行。 -CPU ； 一 i要儲存記憶體·，及 一外部儲存器件，其中 該外部儲存器件包括： 145516.doc -19· 201102816 一快取記憶體； 非揮發性半導體記憶體，經由該快取記憶體將資 料寫入於該非揮發性半導體記憶體中； 一組織單元，其在該非揮發性半導體記憶體之一資 源使用超過-特值時藉由在該非揮發性半導體記憶體 中組織該資料來增加該非揮發性半導體記憶體之一資 源； 一第一清空控制單元，其執行第—清空處理，該第 一清空處理用於在該快取記憶體之該資源使用超過一第 -臨限值且小於—第：臨限值且完成藉由該組織單元進 行之一組織時，將該快取記憶體中之資料清空至該非揮 發性半導體記憶體直至該快取記憶體之該資源使用變得 等於或小於該第一臨限值為止，其中該第二臨限值大於 該第一臨限值；及 一第二清空控制單元，其執行第二清空處理，該第 二清空處理用於在該快取記憶冑之該資源使㈣過該第 一酞限值且凡成藉由該组織單元進行之該組織時將該快 取記憶體中之該資料清空至該非揮發性半導體記憶體直 至該快取記憶體之該資源使用變得等於或小於該第二臨 限值為止，且用於在該快取記憶體之該資源使用超過該 第一臨限值且未完成藉由該組織單元進行之該組織時在 完成藉由該組織單元進行之該組織之後將該快取記憶體 中之該資料清空至該非揮發性半導體記憶體。 145516.doc -20·