TW484064B - Flash memory management, data linking architecture and algorithm - Google Patents

Description

484064 五、發明說明（1) :寅算i發：ί出：種ϊγ記憶體的管理、資料連結架構及 二i、:i 輯區塊位址與實際存取位址的映射 保資料連結之完整性，並有斷電的保護措施， 步保護資料連結架構，提高快閃記憶體在使用上的 存: ::3=sh memory)是—種半導體式的儲 ,1 i f匕具有早位岔度記憶容量高，讀寫速度快、方便 攜帶專特性，使其非常適用於強調輕薄短小的通訊器材中 就可以保存資料’所以使得快閃記憶體卡於 應用上·、市％上均迅速成長。伊閃 / % λ iF · /D σ 亦有其缺點，即 i= :=e m)的次數遭受限制。依據快閃 »己匕體的規格書棱到，區塊（B1〇ck，8H2位元， 閃=體抹除動作的最小單位）㈤抹除次數超過二百萬次 ’則無法擔保該區塊依舊可正常操作。 好的：記ϊ體抹除次數的限制，如何設計-良 :區塊，且不影響資料之存取時間及運算速度'刀配-母 存取的完整性。而如何同時達到這多個目標，一 疋^閃e憶體的韌體設計者們所面臨的瓶頸問題。 、，f以，在本實驗室長時間致力於該問題的研究盥設計( =無數次的測試樣品及演算法的改 二』 的精簡，最終發展出本發明所提出的架構。 社加it fί主要s的即是提供一種快閃記憶體之資料連 ⑽木與演算法，以使有效率的使用快閃記憶體。資料連

4g4064 五、發明說明（2) 結是一體的’主要包括有快閃記憶體的規劃 、資料連結架構的建立、備用區塊管理和分 快閃^隱體流程，使得在搜尋資料、寫入資料的時間能有 效的細短，並且達到增長快閃記憶體的使用壽命之目的。 以下將對本發明之結構設計與操作原理， 之 說明，並參閱附呈之圖式，將對本發明之進'一 之瞭解，其中： 又邛旯選7 圖式說明： 第-圖本發明對快閃記憶體出廠前預設規劃的區塊示 圖； 弟一圖係為空的備用區塊堆疊之示意圖； 第三圖係以一未使用的4〇快閃記憶體為例，開 ^ 勃體判別所得到的備用區塊堆鲞示意圖；開 第四圖係備用區塊管理演算法之流程圖； ’ $五圖係本發明之基本區塊之架構示意圖； 第六圖係本發明的資料寫入流程圖； 第七圖係本發明以四個瞧的快閃記憶體元件為實施例說 明之架構示意圖； 第八圖係本發明以兩個4ΜΒ的快閃記憶體元件為例說⑩ :J結區塊、連結分頁及連結表之間的使用方法示 ^圖， =$圓係為本發明連結表内部資料的更新示意圖. 第十圖係連結表資料更新後，連結表區塊、連結區塊、連

484064 五、發明說明（3) ^ 、、’"分頁及備用區塊堆疊的更新示意圖； 第十圖係系統尚未被使用前，啟動後由韌體所建 ^ 案配置表連結表； 疋立的檔 =十=圖係第十一圖資料寫入流程示意圖； 第十一圖係第十二圖資料寫入替代區塊後所進行之 ^ 剩餘資料搬移工作示意圖； ’、4 ，十四圖係搬移索引的值示意圖； $十五圖係寫入索引的值示意圖； ^十/、圖係求得寫入索引之概念圖； ，十七圖係依據第十六圖之概念所建立的資料表； ，十八圖係第十七圖經互斥運所所得的結果值；， 弟十九圖係本發明寫入一個分頁的完整流程圖。 如 叮的區 快閃記 Block) (Spare 顯性和 、連結 是指主 ，主機 從 放主機 出廠前所自 ’本發明將 塊（D a t a 用區塊 區塊可分成 而備用區塊 的顯性區塊 區塊；反之 隱性區塊。 功能乃是存 、連結表區 第一圖所不，係本發明所在快閃記憶體 塊預設規劃圖；於快閃記憶體的管理上 憶y體中可使用的區塊分成四種：/資料區 、連結表 塊（Link-Table Block)、輪 Block)和知區塊（New Block)。這四種 隱性兩大類，資料區塊屬於顯性區塊， 表區塊和新區塊則屬於隱性區塊。所謂 機端可以利用邏輯定址方式直接存取之 端無法以邏輯定址方式存取的區塊則是 顯隱，區塊的定義，可看出資料區塊的 端傳送給快閃記憶體的資料，而新區塊 境和備用區塊 細體所需的資 ，則是為了因應資料連結架構的需要，存放 料。 、食除了第一圖所示的區塊種類，尚存有一種區塊，乃永 ^無法使用，稱之為毀損區塊（Defect Block)，只要快閃 思'體中的區塊毁損，四類·區塊中的任何一類，都會被本 明中的毀損區塊演算法標示成毀損區塊，且永遠無法使 除了新區塊之外，其餘的三種區塊，於快閃記憶體被 ^用後，區塊的位置配置就不再如第一圖所示，而是呈現 =的分佈；也就是說，區塊所在位置不侷限於第一圖的 =-彳範圍。如資料區塊會散佈在位址_490〜510(預設規割 I，此區域是屬於備用區塊和連結表區塊的範圍），連社 2 2和備用區塊亦有如此的現卜不過各類區塊的總。數 夕不_改變。唯獨新區塊的數目則會隨著毀損區塊的增 = 少，1只要新區塊一旦成為資料區塊、備用 -龙或連結表區塊之後，就再也無法回復成新區塊。 區塊的管理方式乃建立於備用區塊堆疊區（Spare 尾、堆疊開頭指位器（Head~p〇inter)及堆叠結 區P〇lnter)這三個架構之上。備用區塊堆疊 所^® ί兀組（W〇rdS)空間，存放—顆快閃記憶體中的 ΚΙ/-。堆疊開頭指位器和堆疊結尾指位器則 ΪΪΓ )的堆疊指位11 (SUck 一㈣内，各 彳151 #位70堆疊開頭指位器乃指向備用區塊堆疊區的第 -個備用區塊，該區塊是等待被使用的備用區塊·；堆= 484004 五、發明說明（5) __________ — 尾4日位器指向—处 中所有備用區塊之=的，置，該位置位於備用區塊堆疊區 備用區塊。 ^的第一個空位置，以準備存放新進的 工的備用區输祕田〆 沒有存放任何資^豐係如第二圖所示，其中的16字元組 都指向n 0T1的位置 且堆$開頭指位器和堆疊結尾指位器

弟二圖為一藉本CO 韌體判別所得到的ί使用的4MB快閃記憶體，於開機後經 " 496" ^--497- 備用區塊堆疊，備用區塊的位址分別為 堆疊開頭指位二8”、: 499，，、" 500”、’,5()1"、”5〇2' 向堆疊位址” 7”日ί堆豎區位置” 0"，堆疊結尾指位器指 ，以欲找—個備用；四圖主要乃說明備用區塊管理演算法 址在2。。)為例作說；塊：J=::2。0 (_200，表示其位 步驟h U Ϊ:取出由堆疊開頭指位器所指定的備用區塊 ,器的值加’τ'指向下-個等待被取 步驟I:::】,區塊(，°)後’置入堆疊結尾指位器 步驟4. J:: f J :器的值加Τ，指向下-個空的位置， 木竿備存放新的備用區塊。 取出i發:見某個區塊有毀損日寺，則進入毀損區塊管理。先 區塊，從:代成再將該區塊標示成毀損 个丹使用，如此就完成的毀損區塊的管理。

第9頁 484064 五、發明說明（6) 第五圖乃本發明一基本區塊之架構示意圖。一個區塊 共有16個分頁（page)，每個分頁有5 12+16位元組，其中左 邊的512位元組是資料區域（j)ata Regi〇n)，右邊的ι6位元 組是備用區域（Spare Region)。資料區域所存放的資料有 一般使用者的檔案資料、檔案配置表（File AU〇cated Table，簡稱FAT)和連結表（Link Table)，使用者資料和 播案配置表都是主機端寫入快閃記憶體的資料，存放在資 料區塊内；連結表則存放於連結表區塊内，用來記錄邏輯 區塊和實際區塊連結關係。備用區域存放錯誤控制碼 (Error Control Coding)和識別碼；錯誤控制碼可提高資 料的女全性，識別碼的功用乃是為了使韌體能辨別該區塊 疋屬於四種區塊中的哪》種。 本發明依據資料存取的關係，定義有原區塊 (^Original Block)和替代區塊（Substituted B1〇ck)兩個 區塊名稱。忒原區塊（〇B 1 〇ck)係由主機端指定邏輯區塊、 對照連結表發現可存放資料的實際區塊；替代區塊 (SB lock)是從備用區塊堆疊區所提出的區塊，將準備代替 原區塊。

本發明的資料寫入流程如第六圖所示；首先，從連結 表中找出原區塊（步驟61)，再由備用區塊堆疊中找出替^ 區塊（步驟62)，以代替原區塊儲存主機端傳送過來的資料 (步驟63);等所有主機端的資料都寫入替代區塊後，再將 原區塊内剩餘沒進行更新的分頁資料搬移到替代區塊内 (步驟64);因為邏輯區塊實際對應的區塊已經成為替代區

第10頁 赞明說明（7) 存取，^須f ^連結表内容（步驟65)，使主機端在下次的 原區魂的資料。更新連結表的内容之後，便將 6〇。 矛、 備用區塊堆疊内，使能供下次使用（步驟 料兩i發將主機端的資料型態分成播案配置表和一般資 念是相同的兩種資料的連結架構不同，但其架構的基礎概 ，太恭^資料的連結架構是確保資料完整性最重要的一環 —敫H：的特徵就疋將此架構精簡的同時依然維持資料的 )連、、口刀頁（Link Page)及連結表（Link 料搜尋：作、且成、經由此三表的建立’將可快速的完成資 枓搜寸=作，且同時達到資料讀取的完整性。 實際ί ί i ξ ΐ存ί連結表區塊内，戶斤以於快閃記憶體中 、, 、、°表，其功用乃紀錄邏輯位址與實際位# & ^ 、口關 逆、、區塊及連結分頁於開機時，由韌

連節表的實際位址(就是連結表區塊的位址立J 區塊=連結分頁這兩個表，而後儲存於 了 憶體中。 ^附仅的記 連H塊紀錄所有的連結表區塊位址。 ，二刀頁則紀錄連結表位於連結表區塊中的 ’經由“I可以確切；t義連結表在快閃記憶體中的位^ 484064 五、發明說明（8) 以第七圖所揭露之四顆尚未使用的8MB快閃記憶體元 件為例子說明：第七圖之（a)、（b)、（c)、（d)為四顆8MB 的快閃記憶體元件，每個元件内各有1 〇 24個區塊；第七圖 之（e)為連結區塊，因四顆快閃記憶體元件共有四個連結 表區塊，故須以四個字元組、纟己錄；第七圖之（f )為連結分 頁，因單顆元件有1024個區塊’而每個分頁僅有512位元 組，故每顆快閃記憶體元件須四個分頁紀錄1 0 2 4個實際位 址與邏輯位址的連結關係；第七圖之（g)為連結表，其紀 錄的方式乃採用記憶體位址和該位址上的内容之對應概念 ，記憶體位址代表邏輯位址，内容代表實際位址。以第七 圖之（g)為例，邏輯位址-0的實際存取位置為區塊-〇。因 第七圖為尚未使用的快閃記憶體，故連結表區境的位址皆 為1007，連結分頁為〇、1、2、3，而邏輯位址亦等於實際 位址，其連結表即如第七圖之（g)所示。 第八圖以兩顆4MB的快叫記憶體元件說明連結區塊、 連結分頁及連結表之間的使用方法。假設主機端欲存取邏 輯位址-100，經演算法運算後，發現該位址落於元件〇， 分頁位址位於連結分頁中的位置〇 ;對照第七圖之（a)得到 連結表區塊位於區塊-503，由第八圖之（b)元件0的位置1 的内容是指向分頁-0。因此，由連結區塊和連結表分頁， 可定義區塊-100所屬的連結表位於區塊-50 3的分頁-〇，如 第八圖之（c)。對照第八圖之（d )得到邏輯位址_丨〇 〇的資料 儲存於區塊-100。 第九圖為連結表内部資料的更新示意圖。第九圖之

第12頁 4U04 發明說明（9) __ (a)是原來的連結表，當 料時，對照連結表得到資 二4取邏輯位址_丨〇〇的資 塊讀取資料；若主機塊，。，即可到該區 ，（如第九圖之(二出:指位器所指的區塊 _填入連結表中邏輯位址再=:496代替區塊，。’將 再將區塊-i。。置入備用二二(如弟九圖之(C))。最後， 第+ 備用^塊堆疊内（如第九圖之（d)所示。 塊、遠任八W # 、枓更新後，連結表區塊、連結區 為例： = 區意圖。™ 分別在分頁-。和终心！'503擁有兩個資料連結表， 則新的連結表會儲存於八^ ’·分頁-1的、連結表已更新， 後，區塊_5。3中“：；：：：該連結表經過7次：更新 次更新該連結表，則會二工十圖之(C)所不。若再-替區塊-503，並將更新德區塊堆疊區取出-個區塊帶 示。 貝抖搬移到區塊-496，如第十圖之（g)所 連姓：鑑：f案配置表採用和-般資料相同的連結架構（ 將=::=分頁），則檔案配置表的高更二 連結架構，使其理，並且另設計一更簡易的 此連結架構ΪΪ置表的特性\

Link TaMe)。橋荦有配〜一矣表壶格'樓案配置表連結表⑽ 累配置表連結表負責紀錄邏輯區塊〜〇至

484064 五、發明說明（IQ) 邏輯區塊-15的每個對應的實際區塊。此表格的建立同連 結區塊和連結分頁，乃於系統開機時依據每個區塊中備用 區域所存放的識別碼，以建立檔案配置表連結表。 第十一圖是系統尚未被使用前，啟動後由勃體所建立 的標案配置表連結表。假設年機端欲更新邏輯位址—1()， 由第十一圖對照其資料儲存於區塊—丨0。

如第十二圖所示，第十二圖之（a)為目前備用區塊堆 疊的狀況，所以由備用區塊堆疊中取出區塊_496當替代區 塊來取代區塊-10，並在區塊_496的備用區域中填入識別 碼’將資料都寫入區塊_496後，更新檔案配置表連結，表（ 如第十二圖（b)所示），再將區塊-1 0置入備甩虛塊堆疊内 ’最後備用區塊堆疊即如第十二圖之（c )所示。 於上述的資料寫入流程之介紹中，了解到區塊的寫入 完成’必須處理主機端的資料及原區塊内沒被更新的分頁 。是以’原區塊和替代區塊之間的替換，存有一個潛在的 問題：就是原區塊中沒有被更新的分頁，必須於原區塊被 抹除之前寫入替代區塊内，因此新的資料寫入替代區塊後 ’尚要進行原區塊剩餘資料的搬移工作（如第十三圖所示

本發明的演算法會建立搬移索引（Move Index)，根據 礙移索引決定原區塊中將搬移至替代區塊内的分頁。搬移 索引的長度為一個1 6位元，每個位元對應一個分頁，根據 位元的值來決定該位元所對應的分頁是否搬移，其中”厂 代表搬移，” 〇 ”代表不搬移。假設已知所欲搬移的分頁為〇

第14頁 484064 五、發明說明（11) 〜5和1 4〜1 5這8個分頁，則搬移索引的值如第十四圖所示 〇 搬移索引的求法之基本概念，乃是利用主機端的資料 (起始位址及資料量），求得欲寫入的所有分頁位置，則其 餘的分頁位置就是須搬移的分頁。本發明稱之為寫入索引 (Write Index)，其定義方式相同於搬移索引，”丨n表示將 欲寫入的分頁之對應位元，反之為” 〇”。假設巳知寫入的 分頁有（6〜13)，則寫入索引為第十五圖所示，再將寫入索 引反相即可得到搬移索引（第十五圖的反相就是第十四圖 )，第十六圖是求得寫入索引的概念圖。 第十七圖的（a)和（b)分別對應第十六圖的（a)和（b)。 第十七圖的建立方式，乃根據主機端給定的資料（起 始位置、分頁數目）再加上第十六圖的概念建立而成。 假設，寫入資料的起始位置為6，分頁個數等於8，可 求得終止位置等於13，對照第十七圖可以得到〇x〇〇3F和 OxOFFF，再將這兩個值做互斥（χ⑽）運算，得 x〇"xgFFF)，謂，如第十八圖所示，可發；第03；五 圖相同，再將之反相可得0xA03F，就是第十四圖。 又’如果所欲傳送的資料數超過1 6個分頁，則表示所 欲寫入資料的位置，是從起始位置到最後一個分頁，故寫 入索引為對照第十七圖後所求得的值之反相。假設，寫二 資料的起始位置為6，資料比數為丨6，則對照第十七圖 (a)，得到寫入索引為0xFFA〇，反相後得到搬移索引為 0x003F 〇

第15頁 484064 ί 五、發明說明（12)

包括有 第十九圖是本發明寫入一個分頁的完整流程 下列步驟· 步a 步驟b 當主機欲寫入一筆資料，會判定該筆資 前-筆資料同屬於一個區塊，同屬_區塊= 重新建立搬移索引否則進入步驟i。 “、y、 判別欲寫入的資料數是否等於” 〇”。不等於 進入步驟g。 、 則 步驟c :因主機端欲寫入該區塊的資料已完畢，所以要 別是否有資料要從原區塊搬移至替代區塊。盔^ 料則執行步驟e。 ’、、、貝 步驟d 將搬移索引指定的分頁搬移到替代區塊内。 步驟e :判別寫入的資料是否為檔案配置表。是則結束分 頁寫入動作；否則進入步驟f。 步驟f :更新資料連結表後結束。 步驟g ··寫入資料於指定的分頁内，並將等待寫入的資料 個數減一。 步驟h :判別等待寫入的資料個數是否為” 〇”。完成資料 寫入則進入步驟c ;否則重回步驟g。 步驟i :因欲寫入的區塊，乃是一個新指定的區塊，故必 須先依據主機端的參數，求出欲寫入該區塊的分 頁數目、分貢起始位置及欲搬移之分頁。 步驟j :從備用區塊堆疊中，取出堆疊開頭指位器所指向 的替代區塊，準備寫入主機端的資料及搬移原區 塊的資料於該區塊中。

第16頁 484064 五、發明說明（13) 步驟k :判別欲寫入的邏輯位址，是否為存放檔案配釁表 的位址。是則進入步驟1 ;否則進入步驟m。 步驟1 :更新檔案配置表連結表的内容，以維持資料速結 的完整性，重回步驟b。 步驟m ·因欲寫入的區塊，屬於一般區塊，故須搭配〆般 資料連結架構（連結表、連結區塊和連結分頁）。 此步驟乃判別該邏輯區塊所屬的連結表是否存在缓衝 器中。存在則進入步驟〇。 步驟η :將該邏輯區塊所屬的連結表讀入緩衝器中。 步驟〇:更新存在於緩衝器中的連結表内容，同時亦要更 新連結分頁和連結區塊的内容，重回步驟b。如 果存放連結表的區塊已滿，則找尋—個備用區 ，將連結表填入及搬移到該區塊中，且須 結區塊和連結分頁。 貝叉新遷 ，上所述，本發明所提出之快閃記憶體的管理 連…罙構與演算法，將快閃記憶體内規劃成數 = 功能的資料存取區•，再配合上簡潔的資料问 用區塊管理演算法，使得在搜尋資料、二木構與備 有效的縮Μ，並且達到增長快閃記憶體的使用^ ”間能 ’確實已符合創作專利之申請要件，鳅 叩之目的 ’並惠賜准予專利，以嘉惠民生利國;；；，=審查 唯以上所敘述之技術、圖說、貫感便。·· 僅係本發明較佳實施例之一而已；舉H上制等方法，僅 範圍之技術所作之均等變化或修飾或擷‘：$明申請專利 叫刀功能之雷同

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Claims (1)

1. 邮4064 、申請專利範圍 種快閃記憶體的管理、 成數種具有 閃記憶體内規劃 包括有： 一般資料區塊 資料連結 不同功能 備用區塊，係作為一般 址到的一般資料區塊發生 機資料； 放欲寫入的主 可由主機直接存取 賢料區塊 重覆寫入 一連結表區塊，係存放一 機定址的邏輯 實際位置的互 2 ·如申請專利範 連結架構，更包 一新區塊，係 之一區塊後，即 一毁損區塊， ’且永遠無法 3 ·如申請專利範 連結架構，其中 址方式直接存取 4 ·如申請專利範 連結架構，其中 機端無法以邏輯 連結架構的需要 5 ·如申請專利範 位置的對照 換，確保資 圍弟1項所 括有： 作為前述各 無法回復成 前述各區塊 使用。 圍第1項所 該賢料區塊 之顯性區塊 圍第1項所 該備用區境 定址方式存 ’存放動體 圍第1項所 般資料區 表’以有 料的正確 述之快閃 種區塊的 新區塊； 毀損，均 述之快閃 係屬於主 〇 述之快閃 、連結表 取的隱性 所需的資 述之快閃 架構，其主要係將快 的資料存取區塊； 資料； 的備份，於主機所定 的情況時，用以來存 塊内的實際位置與主 效的進行邏輯位置與 性。 5己fe體的管理、資料 延伸 旦併入前述 會被標示成毁損區塊 5己憶體的管理、資料 機端可以利用邏輯定 记憶體的管理、資料 區塊和新區塊係屬主 區塊，為了因應資料 料。 5己憶體的管理、資

   第20頁 --— I 一·“ 六、申請專利範圍 連結架構> 堆疊區、堆 堆疊開頭指 以等待被使 後的第一個 6 ·如申請專 連結架構， a.自連結 發現可存放 b·再由備 區塊堆疊中 c·代替原 d·所有主 剩餘沒進行 e ·更新連 整的資料； f ·將原區 其中該備 疊開頭指 位器係指 用；該堆 空位置， 利範圍第 其中該資 表中找出 資料的實 用區塊堆 找出替代 區塊儲存 機端的資 更新的分 結表内容 用區塊的管 位為'及維叠 向備用區魏 雙結尾指位 以準備存放 1項所述之 料區塊之資 由主機端指 際區塊的原 疊區所提出 區塊； 主機端傳送 料都寫入替 頁資料搬移 ’使主機端 理方式係 結尾指位 堆疊區的 裔係指向 新進的備 快閃記憶 料寫入流 定邏輯區 區塊； 將準備代 建立於備用區塊 器之架構上；該 第一個備用區塊 所有備用區塊之 用區塊D 體的管理、資料 程包括有： 塊、對照連結表 過來的資 代區塊後 到替代區 在下次的 替原區塊的備用 料； ’再將原區塊内 塊内； 存取，能獲得完 塊抹除置入備用區塊堆疊内，使能供下次使用 7連=專；Ϊ圍^ 1項所述之快閃記憶體的管理、資料 連、，Ό木構，其中，該資料加 貝枓 連結區&，# f ^ ^木構，包括有： i Α矣/ 錄所有的連結表區塊位址； 運結表，係儲存於遠έ士矣 輯位址與實際位址的連：關；免内’於快閃記憶體紀錄邏 連結分頁’係紀錄連結表㈣連結表區塊中的分頁位置 第21頁 六、申請專利範圍 I經由它們，可以確切定義連結表在快閃記憶 經由此三表的建立，將可快谏& 同時達到資料讀取的完整性。、、70貝料搜 8·如申請專利範圍第1項所述之恤 連結架構，其中該更新連結分頁的1 =體的 堆疊區堆疊開頭指位器以及堆最士扣匕括更 9·如申請專利範圍第1項所述之他二 y =構，其中該連結表架構，係利用ί ί;=:儲存在此實際位址内的資料為主 U· 一種備用區塊管理演算法，包 a·從，疊區取出由堆疊開頭指位器所指$定"的1 b ·堆疊開頭指位器的值加” 1 ” 9 、 的備用區塊； 心向下一個 置,抹除欲取代之區塊後，置人堆*結尾指位 d ·將堆疊指位器的值加” 1 ”， 備存放新的備用區塊； 9 °下一個空 藉前述之步驟，可有效的做好 達到平均各一般資料區塊的使用次=用£塊之 11 · 一種快閃記憶體的管理、資料連处架 要是：檔案配置表與一般資料分開處。設； ，該連結架構設有檔案配置表連結表之單一表 體中的位置 尋工作，且 管理、資料 新備用區塊 管理、資料 的實際位址 機所定址到 I ： 備用區塊； 專待被取出 斋所指的位 的位置，準 管理，並可 演算法，主 一連結架構 格，該檔案

   第22頁 ” V3H 六

   申请專利範圍 酉己 於表連結表負責紀錄每個邏輯區塊對應的實際區塊，乃 以建，開機時依據每個區塊中備用區域所存放的識別碼 12 立檔案配置表連結表。 ’ t申請專利範圍第11項所述之快閃記憶體的管理、 =連結架構與演算法，其中新的資料寫入區塊後， 匕括有原區塊剩餘資料的搬移工作。 請專利範圍第u項所述之快閃記憶體的管理、買 決3架構與演算法，其中搬移索引係根據搬移索引 鼓2原區塊中將搬移至替代區塊内的分頁；其具有複 值央、ί =長度，每個位元對應—個分頁，根據位元的 如决疋該位元所對應的分頁是否搬移。 料項所述之快閃記憶體的管理、資 入索引。/、/貝异法，其中該搬移索引反相後求得寫 要ϊ ί 體的管理 ' 資料連結架構與演算法’主 塊之管理加立起資料存起連結表功能及更新備用區 1判定包括有·· 區塊，同屬L ^的貧料是否和前一筆資料同屬於一個 入i ; 區魏即無須重新建立搬移索引；否則進 b·判別欲寫入的：处 入g ; 八的貝料數是否等於” 0”。不等於，，〇，，則進 料則執行e · 、/要k原區塊搬移至替代區塊；無資 仃e ’ d•將搬移索引指定的分頁搬移到替代區 13· 14· 15

   資 更 資 第23頁

   塊内； e·

   g· 判別寫入的資料是否為檔案 入動作；否則進入f ; 更新資料連結表後結束； 寫入資料於指定的分頁内， 減一； 配置表；是則結東分頁寫 並將等待寫入的資科個數 元成資料寫入 h·判別等待寫入的資料個數是否為π 〇π •則進入c ;否則重回g ; I機端的參數，求出欲寫人該區塊的分 •刀頁起始位置及欲搬移之分頁； 、數目、 ]:::區塊堆疊中’取出堆疊開頭指位器所指向的替 於該區塊中； 而扪貝枓及搬移原區塊的資料 k·判別欲寫入的邏蘇^ 址;是則進七；:;；::否為存放播案配置表的位 m:置表連結表的内容’以維持資料連結的完 m·判別該邏輯區塊所屬的連結表是否存在緩 在則進入〇 ; τ ’存 η·將該邏輯區塊所屬的連結表讀入缓衝器中； 〇·更新存在於缓衝器中的連結表内容，同時亦要更新連結 ^頁和連結區塊=内容；重回步驟b ;如果存放連結表的σ 區塊已滿，則找尋一個備用區塊，將連結表填入及搬移到 該區塊中，且須更新連結區塊和連結分頁。