TWI272483B - Non-volatile memory and method with block management system - Google Patents

Description

1272483 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 ^本發明一般係關於非揮發性半導體記憶體，明確地說， 係關於具有記憶體區塊管理系統的非揮發性半導體記憶 【先前技術】 月b夠非揮發性儲存電荷的固態記憶體㈠寺別是被包裝成 小形狀因Μ的EEPR〇M及快閃EEpRQM)近年來已經成為各 種移動式與手持式裝置（尤其是資訊家f與消費性電子產 )中、用的儲存體。和同為固態記憶體的RAM(隨機存取 記憶體)不同的係’快閃記憶體係非揮發性的，所以，即 使關閉電源後仍可保留其已儲存的資料。另外，和 R〇M(唯讀記憶體）不同的係，㈣記憶體可以和碟片儲存 裝置雷同的方式來進行覆寫。雖然成本較高，不過，利用 快閃記憶體作為大量儲存應用的情形卻越來越普遍。慣用 轉磁㈣體為主，例如硬碟機盘 軟碟）並不適用於移動式與手持式環境中。這係因為碟片 器的體積趨於龐大，容易產生機械故障，而且具有很 广等待時間以及電源需求極高。該些令人討厭的因素皆 于碟片里儲存體無法使料大部份的移動式與攜帶式應 中相反地，快閃c憶體（不論係内建或抽取式卡片的 =)因為具有體積小、耗電低、速度快以及可靠度極高 f所卩#吊’適用於移動式與手持式環境中。 快閃EEPROM與卿R〇M(可電抹除及程式化唯讀記憶 98672.doc 1272483 體）的雷同處係其同樣為可被抹除的非揮發性記憶體，並 且可將新資料寫人或「程式化」至其記憶胞之中。兩者皆 係於場效電晶體結構中利用位於—半導體基板中介於源極 區與沒極區間之通道區上的浮動（未被連接的）導體閉極。 接著便會於該浮動閉極上提供—控制閘極。該電晶體的臨 ，電壓特欲係文控於保留在該浮動閘極上的電荷量。也就 是’對該浮_極上既定的電荷位準而言，必須於該電晶 體被「開啟」前施加—對應的（臨界）電廢至該控制間極， 方能於其源極區與汲極區間產生導通。明確地說，快閃 EEPROM之類的快閃記，隨允許同時抹除全部的記憶胞區 塊。 該浮動閘極能夠保留某個範圍的電荷，所以，可以被程 式化成-臨界電壓視窗内任意的臨界電壓位準。該臨界電 壓視窗的大小係由該裝置的最小臨界料與最大臨界位準 來界定，而該等位準對應的則係可被程式化於該浮動閉極 上的電荷範圍。該臨界視窗通常係相依於該記憶體裝置的 特徵、操作條件、以及歷史資料。理論上，該視窗内每種 不同的、可解析的臨界電壓位準範圍皆可用來代表該記憶 胞的一明確的記憶體狀態。 通常會利用下面兩種機制中其中一者將作為記憶胞的電 晶體程式化至一「經程式化」狀態。於「熱電子射出」 中，被施加至汲極的高電壓會對跨越該基板通道區的電子 進行加速。於此同時，被施加至該控制閘極的高電壓則會 經由一薄的閘極介電質將該等熱電子拉至該浮動閘極之 98672.doc 1272483 上。於「隧穿射出」中，會相對於該基板施加一高電壓給 該控制閘極。依此方式，便可從該基板將電子拉到中間的 浮動閘極。雖然「程式化」一詞於過往係用來描述藉由將 電子射至該記憶胞中於一開始便被抹除的電荷儲存單位中 以便改變記憶體狀態，不過，目前則可與「寫入」或「圮 錄」之類更常見的詞語交換使用。 可以利用下面數種機制來抹除該記憶體裝置。對 EEPROM而言，藉由相對於該控制閘極施加一高電壓給該 基板，致使可於該浮動閘極中誘發出電子，使其隧穿一薄 氧化物進入該基板通道區（也就是，F〇wler_N〇rdheim隧穿 效應），便可電抹除一記憶胞。一般來說，EEpR〇M可以逐 個位元組的方式來抹除。對快閃EEpR〇M而言，可每次電 抹除所有的記憶體或是每次電抹除一或多個最小可抹除區 塊，f中-最小可抹除區塊可能係由—或多個的區段所組 成且每個區段均可儲存5 12個位元組以上的資料。 忒圮憶體裝置通常包括可被安裝於一張卡片上的一或多 個記憶體晶片。每個記憶體晶片皆包括一受到週邊電路 ⑼如解碼器、抹除電路、寫人電路以及讀取電路）支援的 冗憶胞陣列。較精細的記憶體展置還會搭配-可實施智慧 與高階記憶體操作與介接的控制器。 曰# 見7已有彳夕市售成功的非揮發性固態記憶體裝置。該 些記憶體裝置可能係快閃EEpR〇M，或是可採用其它類型 的非揮發性記憶胞。快閃記憶體與系統及其製造方法的範 例揭不於美國專利案第5,〇7〇,〇32號、第5,095,344號、第 98672.doc 1272483 5,315,541 號、第 5,343,063 號、第 5,661，053 號、第 5,313,42l5虎以及苐 6,222,762號。明確地說，具NAND線串 結構的快閃記憶體裝置係描述於美國專利案第5,57〇,315 万虎、弟5,903,495號、弟6,046,995號之中。另外，亦可利用 具有一用來儲存電荷之介面層的記憶胞來製造非揮發性記 憶體裝置。其係利用一介電層來取代前面所述的導電浮動 閘極元件。此等利用介電儲存元件的記憶體裝置已描述於

Eitan 等人於 2000 年 11 月在 IEEE Electron Device Letters， 第21冊，第11號，第543_545頁中所發表的「NR〇M: a Novel Localized Trapping, 2-Bit Nonvolatile Memory Cell」一文中。有一 0N0介電層會延伸跨越源極與汲極擴 散區間的通道。其中一個資料位元的電荷會於靠近該汲極 的介電層中被局部化，而另一個資料位元的電荷會於靠近 該源極的介電層中被局部化。舉例來說，美國專利案第 5,768，192號及第6,011，725號便揭示一種於兩層二氧化矽層 間夾放一陷捕介電質的非揮發性記憶胞。藉由分開讀取該 介電質内空間分離的電荷儲存區域的二元狀態，便可實現 多重狀態的資料儲存。 為改良讀取與程式化效能，可平行讀取或程式化一陣列 中多個電荷儲存元件或記憶體電晶體。因此，便可同時讀 取或程式化一由複數個記憶體元件所組成的「記憶體 頁」方、現存的圮憶體架構中，一列通常會含有數個交錯 頁或疋其可施會構成其中—頁。—頁中的所有記憶體元件 將會被同時讀取或程式化。 98672.doc 1272483 於快閃記憶體系統中，抹除 取盥& ”乍業所化費的時間可能係讀 抹=4作業的倍數長度。因此，吾人希望具有非常大 憶胞聚合體之卜 便了將抹除時間分攤至大量的記 快閃記憶體的特性係會斷定 曰呵疋义肩將貪料寫入一已抹除的 .旯新木自一主系統的特定邏輯位址 的資料的話，其中—福古4^ , 式更係於相同的實體記憶體位置 甲復寫該更新資料。也就是羅 执 吧就疋邏輯至實體位址映對並未改 交。不過，此意謂著整個抹除區 1 沐|示1^塊會含有必須先被抹除然 後再以該更新資料進行霜耷 仃復冩的具體位址。此更新方法的效 -、不彰’因為其需要抹除且覆寫整個抹除區塊，假使欲被 更：的資料僅佔據該抹除區塊的一小部份的話其效率尤為 不彰°其還將會導致更頻繁的抹除循環使用該記憶體區 塊：就此類型記憶體裝置的有限耐用性來說，並不樂見。 官理快閃記憶體系統的另一項問題係必須處理系統控制 2目錄資料。於各項記‘㈣作#進程期間會產生且存取該 =貝料因此，有效地處理與便捷的存取將會直接影響到效 能。吾人希望將此類型的資料保持在快閃記憶體之中，因 為快閃記憶體係报好的儲存體且為非揮發性。不過，假使 利用介於該控制器與該快閃記憶體之間的中間檔案管理系 統的活，便無法直接該資料。另外，系統控制與目錄資料 傾向於非常活躍且會被碎離，其並不利於儲存在具有大尺 寸區塊抹除的系統之中。依慣例，此類型的資料會被設置 在控制器RAM之中，從而允許該控制器來直接存取。於供 98672.doc -10- 1272483 電給該記憶體裝置之後，一初始化程序便會致動掃描該快 閃記憶體，以便編澤該必要的系統控制與目錄資訊，用以 將其置放在該控制器RAM之中。此程序會花費時間且需用 到控制器RAM容量，因而必須進一步提高快閃記憶體容 量。 US 6,567,307揭不的係一種於大型抹除區塊中處理區段 更新的方法，其包含將該更新資料記錄於作為刮傷填補墊 的多個抹除區塊之中，並且最後於依照邏輯順序對其重新 排列之後來合併该4各個區塊間的有效區段並且覆寫該等 區段。依此方式便無須於每次輕微更新時抹除且覆寫一區 塊。 W0 03/027828與W0 00/49488兩案揭示的係一種於大型 抹除區塊中處理更新的記憶體系統，其包含將該等邏輯區 段位址分割成複數個區帶。其會保留一小型的邏輯位址範 圍區V供現仅的糸統控制資料使用，該區帶會與供使用者 資料使用的另一區帶分離。依此方式，於其自己的區帶中 更改該系統控制資料將不會與另一區帶中相關的使用者資 料產生相互作用。更新係邏輯區段階的作業，而且會有一 寫入指標指向某一欲被寫入之區塊中的該等對應的實體區 段。該映對資訊會被緩衝暫存於RAM之中，而且最後會被 儲存於该主記憶體中的區段配置表之中。一邏輯區段的最 新版本將會汰廢現有區塊中已經變成部份過時的所有先前 版本。其會實施垃圾收集亦便保持可接收數量的部份過時 區塊。 98672.doc 1272483 、先前技術的系統趨於將該更新資料分散在許多區塊令； =者’錢新貧料可能會使得許多現存的區塊變成部份過 時。其結果通常係必須針對該等部份過時的區塊進行大量 、圾收集其效率相當不彰且會造成該記憶體提早老 化。另外’相較於非循序更新，並沒有任何系統性且有效 的方式來處理循序更新。 所以’吾人通常需要高容量且高效能的非揮發性記^ 體月確地况，吾人需要一種能夠於大型區塊中進行記必

體作業且不會有前述問題的高容量非揮發性記憶體。 【發明内容】 種非揮發性記憶體系統會被組織成由複數個實體記憶 體位置所組成的複數個實體群。每個實體群（元區塊）料 如同-個早位般地抹除’並且可用來儲存—邏輯資料群。 記憶料理㈣允許藉由配置—專⑽來記錄該邏輯群之 s亥更新貧料的元區&，以便用於更新-邏輯資料群。該更 新元區塊會依照收到的順序來記錄更新資料，而且並未限 制該記錄是（循序）否（雜亂）具有和原來被儲存般正確的邏 輯順序。最後’便會關閉該更新元區塊，以供進一步記 錄。其將會進行數項處理中的其中-帛，不過，最終皆會 以正確的順序來產生—完全填充的元區塊，用來取代原始 兀區塊。於雜亂的情況中’會以有利於頻繁更新的方式將 目錄貝料保留在該非揮發性記憶體之中。該系統會支援可 同時被更新的多重邏輯群。 本發明的其中—項特點允許以逐個邏輯群的方式來更新 98672.doc -12- 1272483 貝料。因此，當欲更新一邏輯群時，邏輯單位的分佈（還 :更新過時單位的記憶體單位的分散)便會被侷限於某個 靶圍中。當該邏輯群依慣例内含於一實體區塊内時，尤為 如此。 ，於該邏輯群的更新期間’通常必須分配一或兩個區塊來 緩衝暫存該#已更新的邏輯單位。因此，僅需要於相當少 數的區塊中實施垃圾收集。可利用合併法或緊湊法來實施 一雜亂區塊的垃圾收集。 々相較於该等循序區塊來說，該更新處理的經濟效能於該 等更新區塊的-般處理中會愈加明顯，因而便無須為雜亂 (非循序）更新配置任何額外的區塊。所有的更新區塊均會 被分配為循序的更新區塊，而且任何的更新區塊均可被變 更成雜亂的更新區塊。更確切地說，可任意地將一更新區 塊從循序式變更成雜亂式。 有效地使用系統資源便可允許同時更新多個邏輯群。如 此便可進一步提高效率且降低經常性運算。 從下面本發明之較佳具體實施例的說明中將會瞭解本發 明的額外特點與優點，參考該說明時應該配合附圖。 【實施方式】 圖1為一適合實現本發明之記憶體系統的主硬體組件的 概略示意圖。記憶體系統20通常會經由一主介面來配合主 系統10進行運作。該記憶體系統的一般形式係一記憶卡或 一内建的記憶體系統。該記憶體系統20包含一記憶體 200，該記憶體200的作業係受控於一控制器1〇〇。記憶體 98672.doc -13- 1272483 200係由分散於一或多個積體電路晶片中的一或多個非揮 發性記憶胞陣列所組成。控制器1〇〇包含一介面丨1〇、一處 理器120、一選配協同處理器12i、R〇M 122(唯讀記憶 體）、RAM 13 0(隨機存取記憶體）以及可視情況程式化的非 揮發性圮憶體124。介面11 〇具有一組件用於將該控制器介 接至一主系統，以及用於介接至該記憶體2〇〇的另一組 件。被儲存於該非揮發性11〇]^ 122及/或該選配非揮發性記 憶體124之中的韌體可提供該處理器120實現該控制器100 之功能所要的程式碼。錯誤校正碼可由處理器12〇或選配 協同處理斋121來處理。於一替代的具體實施例中，可由 狀態機（未顯示）來設計該控制器1〇〇。於另一具體實施例 中’則可將該控制器1〇〇設計在該主系統内。 邏輯與實體區塊結構 圖2為根據本發明一較佳具體實施例的記憶體，其係被 組織成複數個實體區段群（或元區塊）並且由該控制器的記 U體官理态來官理。該記憶體2〇〇會被組織成複數個元區 塊，其中母個元區塊係一群可一起抹除的實體區段 S〇 ···、Sn_ 1 〇 當於權案系統或作業系統下執行一應用程式時，主系統 1 〇便會存取記憶體200。一般來說，該主系統會以邏輯區 段為單位來定址資料，舉例來說，每個區段可能含有512 個位元組的資料。另外，該主系統通常亦會以邏輯叢集為 單位來讀取或寫入該記憶體系統，每個邏輯叢係由以個以 上的邏輯區段所組成。於部份主系統中，可能會存在一選 98672.doc -14- 1272483 配^系統端記憶體管理器，用於該主系統處實施低階記憶 體管理。於讀寫作業期間的大部份情況中，m统ίο基 本上會發出一命令給該記憶體系統20，用以讀或寫一程式 段，該程式段含有一串具連續位址的邏輯區段。 一記憶體端記憶體管理器會被設計在該記憶㈣統2〇的 控制器100之中，用以管理於該快閃記憶體2〇〇的複數個元 區塊中儲存與#|取主系統邏輯區段的資料。於該較佳的具 體實施例中，該記憶體管理器含有數個軟體模組，用於管 理該等元區塊的抹除作業、讀取作業以及寫入作業。該記 憶體管理器還會於該快閃記憶體及該控制器RAM 之中保有和其作業相關的系統控制與目錄資料。 圖3A(1)-3A(111)為根據本發明一較佳具體實施例介於一 邏輯群與-元區塊間之映對的概略示意圖。該實體記憶體 的該元區塊具有N個實體區段，用於儲存—邏輯群的则固 邏輯區段資料。圖3A⑴所示的係來自邏輯群叫的資料， 其中s亥等邏輯區段呈現連續的邏輯順序〇、1、 、N J。 圖3A⑼所示的係正以相同的邏輯順序被儲存於該元區塊 中的相同資料。當依此方式儲存時，該元區塊便係所謂的 「循序式」。-般來說’該元區塊可能會具有以不同順序 儲存的資料，於該情況中’該元區塊則係所謂的「非循序 式」或「雜亂式」。 在-邏輯群之最低位址與其所映對的元區塊的最低位址 之間可能會有偏移。於此情況中，邏輯區段位址會於該元 區塊内以環狀的方式從該邏輯群的底部反捲繞至頂端。舉 98672.doc -15- 1272483 例來說，於圖3Α(Ηί)中，該元區塊會在其始於邏輯區段k 之貧料的第一位置中進行儲存。當抵達最後的邏輯區段N-j 牯，其便會捲繞至區段〇，並且最後會於其最終的實體區 段中儲存和邏輯區段〗相關的資料。於該較佳的具體實 施射，會使用-頁標籤來確認任何偏移，例如確認該元 品鬼之第貝體區段中所儲存的資料的起始邏輯區段位 址。當兩個區塊僅相差一個頁標籤時，吾人將會認為該等 兩個區塊係以相同的順序來儲存其邏輯區段。 圖=為介於複數個邏輯群與複數個元區塊間之映對的概籲 略不思圖。每個邏輯群均會映對至_獨特的元區塊，除了 其中的資料正在被更新的少數邏輯群以外。一邏輯群在被 更新之後’其便可能會映對至一不同的元區塊。該映對資 訊會被保存在-組邏輯至實體目錄中，稍後將更詳細說 明。 ，、亦可叹冲其匕類型的邏輯群至元區塊映對關係。舉例來 、由Alan Smclair於和本發明同一天提出之共同待審及共 同擁有的美國專利申請案，標題為「Adaptive Metablocks」# 之中便揭示具有可變大小的元區塊。本文以引用的方式將 該共同待審巾㈣全部_示内容併入。 ▲本I月的其中一項特點係該系統會配合一單一邏輯分割_ 來=作’而且该記憶體系統的整個邏輯位址範圍中的邏輯· 品夺句θ被相等看待。舉例來說，含有系統資料的區段 及含有使用者資料的區段均可分散在該邏輯位址空間中的 任意處。 98672.doc -16- 1272483 和先别技術的系統不同的係，並沒有任何特殊的系統區 段分割或區帶（也就是，與檔案配置表、目錄或是子目錄 相關的£ ¥又）’用以於邏輯位址空間中劃分出可能含有并員 繁且小尺寸更新之資料的區段。取而代之的係，本發明之 更新邏輯區段群的技術可有效地處理系統區段以及檔案資 料特有的存取圖案。 圖4為一元區塊於實體記憶體中和各種結構的排列情 开> °快閃記憶體包括複數個記憶胞區塊，該等記憶胞均可 如同一個單位般地一起抹除。此等抹除區塊係快閃記憶體 之最小的抹除單位，或是該記憶體的最小可抹除單位 (MEU)。該最小可抹除單位係該記憶體的硬體設計參數， 不過，於支援多重MEU抹除的某些記憶體系統中，其亦可 能組成一含有一個以上MEU的「超級MEU」。對快閃 EEPROM來說，一 MEU可能包括一個區段，不過較佳的係 包括多個區段。於圖中所示的範例中，其具有Μ個區段。 於該較佳的具體實施例中，每個區段均可儲存5丨2個位元 組的資料，而且具有一使用者資料部，以及一標頭部用於 儲存系統或經常性運算資料。假使該元區塊係由Ρ個MEU 構成且每個MEU含有Μ個區段的話，那麼，每個元區塊將 具有N=P*]y[個區段。 於糸統層’該元區塊代表的係一群記憶體位置，例如可 一起抹除的複數個區段。該快閃記憶體的實體位址空間可 視為一組元區塊，每個元區塊均係該最小的抹除單位。於 本份說明書内，「元區塊」與r區塊」等詞語係同義詞， 98672.doc 1272483 用來疋義媒體管理於系統層處的最小抹除單位，而「最小 抹除單位」或MEU一詞則係用來表示快閃記憶體的最小抹 除單位。 連結複數個最小抹除單位（MEU)以構成一元區塊 為最大化程式化速度與抹除速度，可利用平行法盡可能 地將位於多個MEU中的多個資訊頁排列成會被平行程式 化，並且將多個MEU排列成會被平行抹除。 於快閃記憶體中，頁係可於單一作業中一起被程式化之 複數個記憶胞的集合。一頁可能包括一或多個的區段。另 外，一記憶體陣列可被分割成一個以上的平面，其中一平 面内每次僅有一個MEU會被程式化或被抹除。最後，該等 平面可能係分散於一或多個的記憶體晶片之中。 於快閃記憶體中，該等MEU可能包括—或多胃。一快閃 記憶體晶片内的複數個MEU可組織於複數個平面内。因為 可同時程式化或抹除來自每個平面的其中一個meu，所 以，從每個平面中選出一個MEU有利於構成一多重meu元 區塊（參見下文中圖5B)。 圖5A為連結不时面的最小抹除單位所構成的元區塊的 ，意圖:每個元區塊（例如MB〇、_、…）均係由來自該 記憶體系統中不同平面的複數個MEU所組成，其中該等不 同平面可能係分散於一或多個的晶片之中。圖2所示之元 區塊連結管理器17G會針對每個元區塊來管理該等MEU的 連結。每個元區塊均會於初始的格式化過程期間進行組 態，並且於該系統的整個壽命期間保持其組成MEU，除非 98672.doc -18" 1272483 該等MEU中其中一者受損。 圖5B所示之其中—具體實施例中會從每個平面中選出一 最小抹除單位（MEU)用以連結成—元區塊。 圖5C所示之另—具體實施例中會從每個平面中選出一個 以上的麵用以連結成—元區塊。於另—具體實施例中， 可從每個平面中選出一個以上的卿用以連結成一超級 MEU。舉例來說，一超級卿可能係由兩個卿所構成 的。於此情況中，其可能需要一次以上的作業方能進行讀 取或寫入作業。 由Carlos Gonzales等人於和本發明同一天提出之共同待 審及共同擁有的美國專利申請案，標題為「Adaptive Deterministic Grouping 〇f Blocks int〇 Multi_B1〇ck Structures」之 中亦揭示將複數個MEU連結及再連結成元區塊。本文以引 用的方式將該共同待審申請案全部的揭示内容併入。 元區塊管理 圖6為該元區塊管理系統被設計在該控制器與快閃記憶 體中時的概略方塊圖。該元區塊管理系統包括被設計在控 制器100之中的各種功能模組，並且會在階層式分散於該 快閃記憶體200與該控制器ram 130之中的表格與清單中 保留各種控制資料（包含目錄資料在内）。被設計在控制器 1 0 0之中的该等功能模組包含一介面模組1 1 〇、一邏輯至實 體位址變換模組14〇、一更新區塊管理模組150、一抹除區 塊管理模組160以及一元區塊連結管理器170。 介面110可讓元區塊管理系統介接一主系統。邏輯至實 98672.doc -19- 1272483 體位址變換模組140會將來自該主系統的邏輯位址映對至 一實體記憶體位置。更新區塊管理模組15〇會於供一假定 的邏輯資料群使用的記憶體中管理資料更新作業。抹除區 塊管理模組160會管理該等元區塊的抹除作業，並且管理 其配置以儲存新資訊。元區塊連結管理器170會管理複數 個區段之最小可抹除區塊之子群的連結情形，用以構成一 假定的7L區塊。該些模組將會於其個別的章節中作詳細說 明。 … 於作業期間，該元區塊管理系統會產生且配合控制資料 (例如位址、控制與狀態資訊）來工作。因為大部份的控制 資料傾向為經常改變的小尺寸的資料，所以並不容易儲存 且很難有效地保留在具大區塊結構的快閃記憶體之中。可 採用階層且分散式技術將該較靜態的控制資料儲存於該非 揮發性記憶體之中；同時將數量較少變動較大的控制資料 置放於控制器RAM中，以供更有效地更新與存取。假使電 源關閉或故障的話，該項技術允許藉由於該非揮發性記憶 體中掃描小型的控制資料組便可於該揮發性控制器ram中 快速地重建該控制資料。因為本發明會限制和一假定邏輯 貧料群之可能動作相關的區塊數，所以，此作法係可能 的。如此一來’便可侷限掃描的範圍。此外，可將該控制 貝料中而要持久的部份儲存在一可逐個區段進行更新的非 揮發性元區塊之中’每次更新都會產生一新區段，其會被 記錄以取代先前的區段。可針對控制資料運用區段索引技 術以追蹤一元區塊中逐個區段的更新情形。 98672.doc -20- 1272483 該非揮發性快閃記憶體200會儲存非常靜態的龐大控制 資料。其包含群位址表（GAT)210、雜亂區塊索引

(CBI)220、已抹除區塊清單（EBL)230以及MAP 240。GAT 21 〇會追蹤邏輯區段群和其對應元區塊間的映對情形。除 非更新，否則該等映對關係不會改變。CBI 22〇會追縱更 新期間邏輯非循序區段的映對情形。EBL 230會追縱已經 被抹除之元區塊集。MAP 240係一位元圖，其顯示的係該 快閃記憶體中所有元區塊的抹除狀態。 该揮發性控制器RAM 130會儲存經常改變且被存取的一 小部份控制資料。其包含一配置區塊清單（ABL)丨34以及一 已清除區塊清單（CBL)136。ABL 134會追蹤元區塊的配置 情形，用以記錄更新資料；而CBL 136則會追蹤已經被解 除配置且被抹除的元區塊。於該較佳的具體實施例中， RAM 130如同一快取，用以供被儲存在快閃記憶體2〇〇中 之控制資料使用。 更新區塊管理器 更新區塊管理器15〇(如圖2所示）會處理邏輯群的更新作 業。根據本發明其中一項觀點，每個經過更新的邏輯區段 群均會配置-專屬的更新元區塊，用來記㈣更新資料。 於該較佳的具體實施例中’由該邏輯群中一或多個區段所 組成的任何程式段均將會被記錄於該更新區塊中。任何更 新區塊均會設法以循序或非循序（亦稱為雜亂序）的方式來 接收已更新的資料。一雜亂更新區塊可於一邏輯群内^任 意順序來更新區段資料，並且具有任意重複的個別區段。 98672.doc 1272483 明確地說，一循序更新區塊可變成一雜亂更新區塊，不需 要再配置任何的資料區段。雜亂更新區塊並不需要任何預 設的區塊配置；可於任何的邏輯位址處自動進行非循序寫 入。因此’和先前技術系統不同的係，並不必特別處置該 邏輯群之各個更新程式段究竟係邏輯循序或非循序。該通 用的更新區塊將會簡單地使用該主系統所要求的順序來記 錄該等各個程式段。舉例來說，即使主系統資料或系統控 制資料傾向於以雜亂方式進行更新，仍然不需要以不同於 具有主系統使用者資料之區域的方式來對待對應主系統資 料的邏輯位址空間的區域。 一 70整邏輯區段群的資料較佳的係以邏輯循序方式被儲 存於單一元區塊之中。如此一來，便可預先定義指向該等 被儲存之邏輯區段的索引。當該元區塊以預定的順序儲存 一假定邏輯群的所有區段時，便稱為「完全一致」。就更 新區塊來說，當最後以邏輯循序方式補滿更新資料之後， 接著，該更新區塊便將會變成一已更新的完全一致元區 塊，其可輕易地取代原始元區塊。相反地，假使該更新區 塊以邏輯上不同於該完全_致區塊之順序來補滿更新資料 的活，那麼，該更新區塊便係一非循序或雜亂更新區塊， 並且必須進一步地處理該等失序的程式段，以便最後可以 矛忒70全一致區塊相同的順序來儲存該邏輯群的更新資 料。於β較佳的情況中，在單一元區塊中係邏輯循序的。 亥進步的處J里包含將該更新區塊中的該等已更新區段和 原始區塊中的未變更區段合併在另一更新元區塊之中。接 98672.doc -22- 1272483 著，該已合併的更新區塊便將會係邏輯循序的，並且可用 來取代原始區塊。於某些預設條件下，該合併處理會先行 於一或多個的緊湊處理。該緊湊處理會逕行將該雜亂更新 區塊的該等區段重新記錄於一取代雜亂更新區塊中，同時 對同一邏輯區段進行後續更新以刪除已經過時的任何備份 邏輯區段。 該項更新技術允許同時執行多個更新執行緒，直至預定 的最大值為止。每個執行緒均係一邏輯群，其會使用其專 屬的更新元區塊來進行更新。 循序資料更新 當率先更新屬於一邏輯群的資料時，便會配置一元區 塊，且該元區塊係專供該邏輯群之更新資料使用的更新區 塊。當從該主系統中收到一命令時，便會配置該更新區 塊，用以寫入由該邏輯群之一或多個區段所組成某個程式 段，其中有一現存的元區塊已經完全一致地儲存其所有的 區段。就第一次主系統寫入作業來說，會將一第一資料程 式段記錄於該更新區塊之中。因為每次主系統寫入均係一 由具有連續邏輯位址之一或多個區段所組成的程式段，所 以本質上該第一次更新必定為循序的。於後續的主系統寫 入中，會依照接收自該主系統的順序將相同邏輯群内的複 數個更新程式段記錄於該更新區塊中。一區塊會繼續被安 排成一循序更新區塊，而於該相關邏輯群内經過該主系統 更新的區段則仍會維持邏輯循序狀態。此邏輯群中已更新 的所有區段均會被寫入此循序更新區塊之中，直到該區塊 98672.doc -23- 1272483 被關閉或是被轉換成雜亂更新區塊為止。 圖7A係進行兩次分離的主系統寫入作業而依序被寫入一 循序更新區塊中的一邏輯群之中的複數個區段的範例圖 式，该邏輯群之原始區段中的該等對應區段則會變為過 日守。於主系統寫入作業#丨中，正在更新該等邏輯區段LS5_ LS8中的資料。已更新的資料乙以’丄“，則會被記錄於新配 置之專屬更新區塊之中。 為方便起見，該邏輯群中欲被更新的第一區段會被記錄 在始於該第一實體區段位置處的專屬更新區塊之中。一般 來說，該欲被更新的第一邏輯區段並未必係該群的邏輯第 一區段，所以，該邏輯群的起點與該更新區塊的起點間便 可能會有偏移。此偏移稱為頁標籤，如前面配合圖3八所 述。後面的區段則會以邏輯循序的方式進行更新。當寫入 該邏輯群的最後一個區段之後，群位址便會捲繞，並且會 對該群的第一區段繼續進行該寫入序列。 於主系統寫入作業#2中，正在更新該等邏輯區段LS9_ LS12中的資料所組成的程式段。已更新的資料LS9，_LS12, 則會被0己錄在上次寫入結束處後面位置中的專屬更新區塊 之中。吾人將會發現，兩次主系統寫入的方式係以邏輯循 序方式（換吕之，LS5’-LSI2’）將該更新資料記錄於該更新 區塊之中。該更新區塊可視為一循序更新區塊5因為其係 依照邏輯循序方式被填補。被記錄於該更新區塊中的更新 資料會汰廢原始區塊中對應的資料。 雜亂資料更新 98672.doc -24- 1272483 當該相關邏輯群内經由該主系統更新的任何區段於邏輯 上為非循序時，便可對現有的循序更新區塊展開雜亂更新 區塊管理。一雜亂更新區塊係一種資料更新區塊形式，其 中可以任何順序來更新一相關邏輯群内的邏輯區段並且可 具有任何重複數。當一主系統以邏輯非循序的方式將一區 段寫入該欲被更新之邏輯群内之先前已被寫入的區段中 時’便可將一循序更新區塊轉換成一雜亂更新區塊。此邏 輯群中稍後被更新的所有區段則會被寫入該雜亂更新區塊 中下個可用的區段位置中，而不管其邏輯區段位址位於該 群内的何處。 圖7B係進行五次分離的主系統寫入作業而以雜亂序被寫 入一雜亂更新區塊中的一邏輯群之中的複數個區段的範例 圖式，同時該邏輯群之原始區段中已被取代的區段以及該 雜亂更新區塊中已經備份的區段則會變為過時。於主系統 寫入作業#1中’會更新被儲存於一原始元區塊中之一假定 邏輯群的該等邏輯區段LS10-LS11中的資料。已更新的邏 輯區段LS10’-LS 11f則會被儲存於新配置之更新區塊之中。 此時，該更新區塊係一循序的更新區塊。於主系統寫入作 業#2中，會將邏輯區段LS5-LS6更新成LS5，-LS6,，並且將 其記錄於上次寫入後面之位置中的更新區塊之中。此作業 會將該更新區塊從循序更新區塊轉換成一雜亂更新區塊。 於主系統寫入作業#3中，會再度更新邏輯區段LS 10，並且 以LS10"記錄於該更新區塊的下一個位置之中。此時，該 更新區塊中的LSI0”會取代先前記錄中的LSI01，接著便會 98672.doc -25 - 1272483 取代原始區塊中的LS 10。於主系統寫入作業#4中，會再度 更新邏輯區段LS10中的資料，並且以Lsl〇"，記錄於該更新 區塊的下一個位置之中。因此，Lsl〇,，，係目前最新且為該 邏輯區段LS10僅有的有效資料。於主系統寫入作業#5中， 會更新邏輯區段LS30中的資料，並且以LS3〇，記錄於該更 新區塊之中。因此，本範例所闡述的係可以任何順序以及 任何重複數將一邏輯群内的區段寫入一雜亂更新區塊之 中〇 強制循序更新 圖8係進行兩次具有不連續邏輯位址的分離主系統寫入 作業而依序被寫入一循序更新區塊中的一邏輯群之中的複 數個區段的範例圖式。於主系統寫入作業#1中，邏輯區段 LS5-LS8中的更新資料會以LS5，_LS8，被記錄於一專屬的更 新區塊之中。於主系統寫入作業#2中，邏輯區段LS14_ LS16中的更新資料會以LS14，_LS16，被記錄於上次寫入後 面的更新區塊之中。不過，於LS8與LS14之間有位址跳 躍，而且主系統寫入#2通常會讓該更新區塊變成非循序。 因為戎位址跳躍並不大，所以其中一種選項係於執行主系 統寫入#2以前先從原始區塊中將該等中間區段的資料拷貝 至該更新區塊之中以實施填補作業（#2A)。如此一來，便 可保留該更新區塊的循序特性。 圖9為根據本發明一通用具體實施例’由該更新區塊管 理器所實施之用於更新—邏#資料群的處理流程圖。該更 新處理包括下面步驟： 98672.doc 1272483 步驟260 :該記憶體會被組織成複數個區塊，每個區塊 均會被分割成可一起抹除的複數個記憶體單位，每個記憶 體單位係用於儲存一邏輯資料單位。 步驟262 :該資料會被組織成複數個邏輯群，每個邏輯 群均會被分割成複數個邏輯單位。 步驟264 :於該標準的情況中，會根據第一種規定的順 序’較佳的係邏輯循序順序，將一邏輯群的所有邏輯單位 儲存於一原始區塊的該等記憶體單位之中。依此方式，便 可知道用於存取該區塊中該等個別邏輯單位的索引。 步驟270 :針對一假定的邏輯資料群（例如lgx)而言，可 要求更新LGX内的一邏輯單位。（邏輯單位更新係其中一種 範例。一般來說，該更新將會是LGx内由一或多個連續邏 輯單位所組成的程式段。） 步驟272 :被要求的更新邏輯單位將會被儲存於一第二 區塊中’該區塊係專門用來記錄LGX的該等更新。該記錄 順序係依照第二順序，一般來說係要求該等更新的順序。 本發明的其中一項特點係可於初始時將一更新區塊設置成 通用於以邏輯循序或雜亂順序的方式來記錄資料。所以， 立而賴遠第二順序，該第二區塊可能係循序區塊或雜亂區 塊。 步驟274 ··該第二區塊會繼續如步驟27〇之處理迴圈般地 要求記錄邏輯單位。當出現預設的關閉條件時，便會關閉 違第二區塊以接收另外的更新。於此情況中，該處理便會 進入步驟276。 98672.doc -27- 1272483 步驟276 ·判斷該已關閉之第二區塊是否以和原始區塊 相同的項序來記錄其更新邏輯單位。當該等兩個區塊記錄 邏輯早位僅相差—頁標籤時，該等兩個區塊便會被視為具 有相同的順序’如配合圖3 A所示。假使該等兩個區塊具有 相同順序的話，該處理便會進入步驟28〇，否則便必須於 步驟290中實施某種垃圾收集作業。 γ驟280 ·因為第二區塊具有和第一區塊相同的順序， 所以可用來取代該原始第一區塊。接著該更新處理便會結 束於步驟299處。 口 ν驟290 ·彳之，亥第二區塊（更新區塊）與該第一區塊（原始 區塊）之+中收集該假定邏輯群之每個邏輯單位的最新版 本接著，便將该假定邏輯群之該等已合併的邏輯單位以 和第一區塊相同的順序寫入一第三區塊中。 步驟292·因為第三區塊（已合併區塊）具有和第一區塊 相同的順彳，所以可用來取代該原始第—區塊。接著該更 新處理便會結束於步驟299處。 步驟299 .當封閉處理產生—完全一致的更新區塊時， 其便會成為該假定邏輯群新的標準區塊。接著便會結束該 邏輯群的更新執行緒。 圖10為根據本發明_ ^ θ Α 車又it具體貫施例，由該更新區塊管 理器所實施之用於爭絲 、更新一邏輯資料群的處理流程圖。該更 新處理包括下面步驟： 步驟3 10 ·針對-假定的邏輯資料群（例如LGx) *言，可 要求更新LGX内的—邏輯區段。（區段更新係其中一種範 98672.doc -28- 1272483 例。一般來說，該更新將會是^比内由一或多個連續邏輯 區段所組成的程式段。） 步驟312 :假使尚未存在一專屬於风的更新區塊的話， 便會進入步驟410用以開始針對該邏輯群來執行一新的更 新執行緒。藉由配置一專門用來記錄該邏輯群之更新資料 的更新區塊便可達成此步驟。假使已經有一更新區塊開放 的活，便會進入步驟3 14用以開始將該更新區段記錄於該 更新區塊之中。 s步驟314 ··假使目前的更新區塊已經係雜亂無序（也就 疋，非循序）的話，那麼便逕行進入步驟5 1〇，用以將所要 求的更新區段記錄於該雜亂更新區塊之中。假使目前的更 新區塊為循序的話，那麼便進入步驟316，肖卩處理一循 序更新區塊。 步驟316 :本發明的其中一項特點係可於初始時將一更 新區塊設置成通用於以邏輯循序或雜亂順序的方式來記錄 資料不過，因為該邏輯群最終會將其資料以邏輯循序的 順序儲存於一元區塊之中，所以，吾人會希望盡可能保持 5亥更新區塊的循序狀態。接著，f關閉-更新區塊以進行 進更新日^，將會需要較少的處理，因為並不需要進疒 垃圾收集。 订 因此，便可判斷所要求的更新是否將遵照該更新區塊目 财的循序順序。假使該更新循序遵照的話，那麼便會進入 步驟510以實施循序更新，而且該更新區塊仍將保持循序 狀悲。相反地，假使該更新未循序遵照（雜亂更新）的話， 98672.doc 1272483 那麼假使未發生其它動作的話，其便會將該循序更新區塊 轉換成一雜亂更新區塊。 於其中一具體實施例中，不會採取任何動作來挽救此情 況，而該處理會直接進入步驟370，於該處允許進行更新 將該更新區塊轉換成雜亂更新區塊。 選配強制循序處理 於另一具體實施例中，會盡可能依照即將進行之雜亂更 新來視情況實施一強制循序處理步驟320，以便保留該循 序更新區塊。會有兩種情況，兩者均需要從原始區塊中拷 貝遺失的區段，以維持被記錄於該更新區塊中之邏輯區段 的循序順序。第一種情況係該更新會產生一短距位址跳 躍。第一種情況則係提早封閉一更新區塊以保持其循序狀 態。該強制循序處理步驟320包括下面的子步驟： 步驟330 :假使該更新產生一未大於預設量Cb的邏輯位 址跳躍的話’該處理便會進入步驟35〇中的強制循序更新 處理，否則該處理便會進入步驟340考慮是否具有強制循 序封閉的資格。 步驟340 ·假使未被填充之實體區段的數量超過預設的 δ又计參數Cc(其標準值通常為該更新區塊之大小的一半）的 話，那麼該更新區塊便很少被用到而且將不會被提早關 閉。該處理便進入步驟370而且該更新區塊將會變成雜亂 無序的。相反地，假使該更新區塊相當大的部份被填充的 活’那麼其便被視為已經被充份運用，所以可進入步驟 360以便強制循序封閉。 98672.doc -30- 1272483 步驟350 :強制循序更新可讓目前的循序更新區塊保持 循序狀態，只要該位址跳躍不超過預設量CB即可。基本 上’會拷貝該更新區塊的關聯原始區塊中的區段來填補該 位址跳躍所橫跨的間隙。因此，於進入步驟5 1 〇以前將會 利用該等中間位址中的資料來填補該循序更新區塊，以便 循序地記錄該目前的更新。 步驟360 :假使目前的循序更新區塊已經大部份被填充 的話’強制循序封閉便會封閉目前的循序更新區塊，而不 會讓即將進行雜亂更新將其轉換成一雜亂更新區塊。雜亂 或非循序更新係被定義成一具有未被上述之位址跳躍例外 涵蓋的正向位址移動、反向位址移動或是位址重複使用等 情形的更新。為避免一循序更新區塊被一雜亂更新轉換， 可藉由拷貝該更新區塊的關聯原始部份過時區塊中的區段 來填充該更新區塊中未被寫入的區段位置。接著，該原始 區塊便完全過時並且可被抹除。現在，目前的更新區塊便 會具有滿載的邏輯區段集，接著便可被封閉形成一完全一 致的元區塊，用以取代該原始元區塊。接著該處理便會進 入步驟430，於正確的位置中配置一新的更新區塊，用以 接受步驟310中率先要求之即將進行的區段更新的記錄。 轉換成雜亂更新區塊 步驟370 :當該即將進行的更新係並非係循序順序且視 情況亚未符合該等強制循序條件的話，當該處理進入步驟 5 10日守，便可藉由將該即將進行的更新區段（其具有非循序 的位址）記錄於該更新區塊之中，用以將該循序更新區塊 98672.doc -31 - 1272483 轉換成一雜亂更新區塊。假使存在最大數量的雜亂更新區 塊的話，那麼便必須於允許進行轉換以前先關閉最近最少 被存取的雜亂更新區塊’以防止超過最大數量的雜亂更新 區塊。確認最近最少被存取之雜亂更新區塊的方式和步驟 420中所述的一般情況相同，只不過僅限於雜亂更新區 塊。此時可藉由步驟550所述的合併作業來達成關閉一雜 亂更新區塊的目的。 於系統條件限制下配置新的更新區塊 步驟410 :將一抹除元區塊配置成一更新區塊的處理始 於判斷是否超過一預設的系統限制。於由有限資源的關 係’该5己憶體管理糸統通常允許同時存在預設的最大更新 區塊數量CA。此限制為循序更新區塊與雜亂更新區塊的總 和，而且係一項設計參數。於一較佳的具體實施例中，舉 例來說，該限制為最大8個更新區塊。另外，由於系統資 源需求較高的關係，可同時開放的雜亂更新區塊的最大數 量同樣會有對應的預設限制（例如4個）。 因此，當已經配置CA個更新區塊時，那麼僅有於關閉該 等現有已經配置之更新區塊以後才可能滿足下次配置的要 求。該項處理會進入步驟420。當開放更新區塊的數量小 於CA時，該項處理便會逕行進入步驟430。 步驟420 :假使超過預設的最大更新區塊數量cA的話， 那麼便會關閉最近最少被存取的更新區塊，並且實施垃圾 收集。最近最少被存取的更新區塊係被判定為和最近最少 被存取之邏輯區塊相關的更新區塊。為達決定最近最少被 98672.doc -32- 1272483 存取之區塊的目的’存取包含寫入及選擇性讀取邏輯區 段。可依照存取順序來保存一份開放更新區塊的清單；初 始時，吾人假設沒有任何的存取順序。當該更新區塊係循 序時，一更新區塊的關閉便會遵循和步驟36〇與步驟53〇所 述者雷同的處理；當該更新區塊係雜亂無序時，則會遵循 和步驟540所述者雷同的處理。該關閉作業會產生空間以 供步驟430中進行新更新區塊配置。 步驟430:配置一新的元區塊作為該假定邏輯群LGx專屬 的更新區塊便可滿足該配置要求。接著，該項處理會進入 步驟5 10。 將更新資料記錄於更新區塊中 步驟510 :所要求的更新區段會被記錄於該更新區塊中 下個可用的實體位置中。接著’該項處理會進入步驟 5 2 0 ’判斷該更新區塊是否可以封閉。 更新區塊封閉 步驟520 :假使該更新區塊仍有空間可接受額外更新的 話，那麼便會進入步驟522。否則便會進入步驟57〇，封閉 該更新區塊。f目前所要求的寫入試圖寫入的邏輯區段多 於該區塊所擁有的空間時，有兩種可㈣實現方式來填充 -更新區塊。第一種實現方式中，可將該寫入要求分成兩 部份，其中第一部份會一亩官& #旧& ^。 罝冩到该&塊的最後實體區段處 ^止二接著便關閉《塊，而該寫人的第二部份將會被視 ’、’、下-個要求寫入。於另一種實現方式中，可保留所要求 的寫入’而該區塊則會填補其剩餘的區段然後便關閉。該 98672.doc -33- 1272483 要求寫入將會被視為下一個要求寫入。 步驟522 :假使該更新區塊係循序的話，便會進入步驟 5 30以進行循序關閉。假使該更新區塊係雜亂無序的話， 便會進入步驟540以進行雜亂關閉。 循序更新區塊封閉 步驟530 ·•因為該更新區塊係循序且完全填充的，所以 其中所儲存的邏輯群係完全一致的。該元區塊係完全一致 且會取代原始元區塊。此時，該原始元區塊係完全過時且 可被抹除。接著，該項處理便會進入步驟57〇，結束該假 _ 定邏輯群的該更新執行緒。 雜亂更新區塊封閉 步驟540 :因為該更新區塊係非循序填充，所以可能會 多次更新部份的邏輯區段，因此要實施垃圾收集以挽救其 中的有效資料。該雜亂更新區塊將會進行緊湊處理或合併 處理。於步驟542中將會決定要實施哪項處理。 步驟542 :實施緊湊或合併將相依於該更新區塊的老化 情形。假使一邏輯區段被更新數次的話，其邏輯位址便會 局度地老化。於該更新區塊中將會記錄相同邏輯區段的多 重版本’但僅有最後被記錄的版本係該邏輯區段的有效版 本。於含有具多重版本之邏輯區段的更新區塊中，不同邏 ， 輯區段的數量將會遠少於一邏輯群的數量。 於该較佳的具體實施例中，當該更新區塊中不同邏輯區 段的數量超過預設設計參數cD(其標準值通常為一邏輯群 之大小的一半）的話，該封閉處理便會於步驟55〇中實施合 98672.doc •34· 1272483 併作業，否則該處理便會於步驟560中實施緊湊作業。 步驟550 :假使該雜亂更新區塊欲進行合併作業的話， 那麼便會利用一含有該經合併資料之新的標準元區塊來取 代該原始區塊與該更新區塊。經過合併以後，該更新執行 緒便將會結束於步驟570中。 步驟560 :假使該雜亂更新區塊欲進行緊湊作業的話， 那麼其便會被一載有該經緊湊處理之資料之新的更新區塊 取代。經過緊湊以後，該經緊湊處理的更新區塊的處理便 將會結束於步驟570中。或者，可延至該更新區塊再次被 寫入才進行緊湊作業，從而便可去除緊湊作業後面跟隨著 ό併作業而沒有中間更新的可能性。當步驟5 〇2中出現下 個要求於LGX中進行更新時，那麼便可利用該新的更新 區塊來進一步更新該假定邏輯區塊。 v驟570 · §封閉處理產生一完全一致的更新區塊時， 其便會成為該假定邏輯群新的標準區塊。接著便會結束該 邏輯群的更新執行緒。當封閉處理產生一新更新區塊以取 代一現存的更新區塊時，便可使用該新的更新區塊來記錄 針對該假定邏輯群所要求的下次更新。當一更新區塊未被 封閉時，當步驟31〇中出現下一個要求於LGX中進行更新 日守，那麼該項處理便將會繼續。 從上述的處理中可以看出，當關閉一雜亂更新區塊時， 其中所記錄的更新資料便會被進一步處理。明確地說，其 有效貝料會經過垃圾收集處理，可能係進行緊湊處理而被 收集至另一雜乱區塊中，或是與其相關的原始區塊進行合 98672.doc I272483 併處理以形成一新的標準循序區塊。 圖11A為關閉圖10所示之雜亂更新區塊的合併處理的更 詳細流程圖。雜亂更新區塊合併係於封閉該更新區塊時 (例如當該更新區塊因其最後的實體區段位置被寫入而全 部填滿時）所實施的兩種可能處理中其中一者。當被寫入 該區塊中的不同邏輯區段的數量超過預設的設計參數時 便會選擇合併。圖1〇所示之合併處理步驟55〇包括下面子 步驟： 步驟55 1 :當欲關閉一雜亂更新區塊時，便會配置一取 代它的新元區塊。 步驟552 :於該雜亂更新區塊及其相關的原始區塊之中 收集母個邏輯區段的最新版本，忽略所有過時的區段。 步驟554 :以邏輯循序的順序將該等已收集到的有效區 段記錄於該新元區塊之中，用以形成一完全一致的區塊， 也就是，形成一具有被循序記錄之一邏輯群的所有該等邏 輯區段的區塊。 步驟556 ·以該新的完全一致的區塊來取代該原始區 塊。 步驟558 :抹除該已封閉的更新區塊及該原始區塊。 圖11B為關閉圖1〇所示之雜亂更新區塊的緊湊處理的更 洋細^私圖。當被寫入該區塊中的不同邏輯區段的數量低 於預設的設計參數(^時便會選擇緊湊。圖1〇所示之緊湊處 理步驟560包括下面子步驟： 步驟561 :當欲緊湊一雜亂更新區塊時，便會配置一取 98672.doc -36- 1272483 代它的新元區塊。 步驟562 :於該欲被緊湊處理的現存雜亂更新區塊中收 集每個邏輯區段的最新版本。 步驟564 ·•將該等已收集到的區段記錄於該新的更新區 塊之中’用以形成一具有經緊湊區段的新的更新區塊。 步驟566 :利用該具有經緊湊區段的新的更新區塊來取 代該現存的更新區塊。 步驟568 :抹除該已被封閉的更新區塊。 邏輯與元區塊狀態 籲 圖12A為一邏輯群的所有可能狀態，以及於各種作業下 該等狀態間可能的移轉情形。 圖12B為一列出一邏輯群之該等可能狀態的表袼。該等 邏輯群狀態的定義如下： 1 · 70王致·该邏輯群中的所有邏輯區段已依照邏輯循 序順序被寫入單-元區塊之中，其可能利用頁標藏捲繞方 式。 2·未被寫入：該邏輯群中沒有任何邏輯區段已經被寫 入β邏輯群會於_群位址表巾標記著未被寫人並且沒有 任何已配置的元區塊。其會響應針對此群内每個區段的主 系統讀取而送回一預設的資料圖案。 · 3·循序更新：該邏輯群内部份區段已經以邏輯循序的順 序破寫入70區塊之中’其可能會利用頁標籤，所以，該 等狀態會取代該群中任何前面的完全一致狀態。 4·雜亂更新· 4邏輯群内部份區段已經以邏輯非循序的 98672.doc •37- 1272483 丨頁序破寫入一兀區塊之中，其可能會利用頁標籤，所以， 該等狀態會取代該群中任何前面的完全一致狀態。該群内 的某個區段可能會被寫入—次以上，其最新的版本會取代 所有前面的版本。 圖13A為一元區塊的所有可能狀態，以及於各種作業下 該等狀態間可能的移轉情形。 一 -圖13B為-列出—元區塊之該等可能狀態的表格。該等 元區塊狀態的定義如下·· l已抹除：該原始區塊中的所有的區段均已被抹除。 2·循序更新：該元區塊已經被部份寫入，其區段呈現邏 輯循序順序，其可能會利用頁標藏。所有區段均屬於相同 的邏輯群。 3.雜亂更新··該元區塊已經被部份或完全寫入，其區段 呈現邏輯非循序順序。任何區段均可能被寫入一次以上。 所有區段均屬於相同的邏輯群。 4· 70全一致：該元區塊已經以邏輯循序的順序被完全寫 入，其可能會利用頁標籤。 5 ·原始· δ亥元區塊係先前完全一致的元區塊，不過，至 少其中一個區段已經因主系統資料更新而變為過時。 圖14(A) 14(J)為對该邏輯群之狀態以及該實體元區塊所 進行之各項作業的效果的狀態圖。 圖14(A)所示之狀態圖對應的係第一次寫入作業的邏輯 群與元區塊移轉。該主系統會以邏輯循序的順序將一先前 未被寫入之邏輯群中一或多個的區段寫入一新配置之已抹 98672.doc -38- 1272483 除的元區塊之中。該邏輯群與該元區塊會進入循序更新狀 態中。 圖14(B)所示之狀態圖對應的係、第-次完全-致作業的 邏輯群與元區塊移轉。-先前未被寫入之循序更新邏輯群 在所有區段均被該主系統循序寫入時會變成完全一致。假 使該卡利用-預設的資料圖案來填充該等剩餘未被寫入區 段以填滿該群的話，亦可能會發生此移轉。該元區塊會變 成完全一致。 圖14(C)所示之狀態圖對應的係第—次雜亂作業的邏輯 群與元區塊移轉。-先前未被寫入之循序更新邏輯群在至 少一區段被該主系統非循序寫入時便會變成雜亂無序。 圖14(D)所示之狀態圖對應的係第—次緊湊作業的邏輯 群與το區塊移轉。一先前未被寫入之雜亂更新邏輯群内的 所有有效區段均會從舊的區塊被拷貝至一新的雜I元區 塊’接著便會抹除該舊的區塊。 圖14(E)所示之狀態圖對應的係第一次合併作業的邏輯 群與元區塊移轉。一先前未被寫入之雜亂更新邏輯群内的 所有有效區段均會從舊的雜亂區塊中被移出，用於以邏輯 循序的順序來填充一新配置之已抹除區塊。未被主系統寫 入的區段會填充一預設的資料圖案。接著便會抹除該舊的 雜亂區塊。 圖14(F)所示之狀態圖對應的係一循序寫入作業的邏輯 群與元區塊移轉。該主糸統會以邏輯循序的順序將一完全 一致的邏輯群中一或多個的區段寫入一新配置之已抹除的 98672.doc -39- 1272483 元區塊之中。該邏輯群與該元區塊會進入循序更新狀態 中。該先前完全一致的元區塊會變成一原始元區塊。 圖14(G)所不之狀態圖對應的係一循序填充作業的邏輯 群與元區塊移轉。一循序更新邏輯群在所有區段均被該主 系統循序寫人時會變成完全-致。在利用來自該原始區塊 的有效區段填充該循序更新邏輯群以使其變成完全一致時 的垃圾收集期間亦會發生此移轉，於此之後便可抹除該原 始區塊。 圖14(H)所示之狀態圖對應的係一非循序寫入作業的邏 輯群與元區塊移轉。一循序更新邏輯群在至少一區段被該 主系統非循序寫入時便會變成雜亂無序。該等非循序區段 寫入會使得該更新區塊或該對應的原始區塊中的有效區段 變為過時。 圖14(1)所示之狀態圖對應的係一緊湊作業的邏輯群與元 區塊移轉。一雜亂更新邏輯群内的所有有效區段均會從舊 的區塊被拷貝至一新的雜亂元區塊，接著便會抹除該舊的 區塊。該原始區塊並不會受到影響。 圖14(J)所示之狀態圖對應的係一合併作業的邏輯群與元 區塊移轉。一雜亂更新邏輯群内的所有有效區段均會從舊 的雜亂區塊及該原始區塊中被拷貝，用於以邏輯循序的順 序來填充一新配置之已抹除區塊。接著便會抹除該舊的雜 亂區塊與該原始區塊。 更新區塊追縱與管理 圖15為用於追蹤已開放及已關閉之更新區塊與已抹除區 98672.doc -40· 1272483 塊以進行配置的配置區塊清單（ABL)的結構的較佳具體實 施例。該配置區塊清單（ABL)610會被保存於控制器RAM 130之中，以允許管理已抹除區塊的配置、管理更新區 塊、管理相關的區塊與控制結構，並且可致動正確的邏輯 至實體位址變換。於該較佳的具體實施例中，該ABL包含 一份已抹除區塊的清單、一份開放更新區塊清單614以及 一份已關閉更新區塊清單616。 開放更新區塊清單614係該ABL中之具有開放更新區塊 屬性之區塊登錄項的集合。該開放更新區塊清單針對目前 開放的每個資料更新區塊均具有一個登錄項。每個登錄項 保有下面的資訊：LG係目前更新元區塊專用的邏輯群位 址。循序/雜亂係一狀態資訊，其表示的係該更新區塊所 填充的究竟係循序或雜亂的更新資料。MB係該更新區塊 的元區塊位址。頁標籤係被記錄於該更新區塊之第一實體 位置處的起始邏輯區段。已寫入的區段數表示的係目前已 被寫入該更新區塊中的區段數量。叫係該相關原始區塊 的7L區塊位址。頁標籤◦係該相關原始區塊的頁標籤。 已關閉更新區塊清單616係該配置區塊清單（Abl)的子 集。其為該ABL中具冑已關閉更新區塊屬性之區塊登錄項 的集合。該已關閉更新區塊清單針對已經關閉的每個資料 更新區塊均具有一個登錄項，不過其登錄項並未於一邏輯 至主實體目錄中被更新。每個登錄項保有下面的資訊： LG係目4更新區塊專用的邏輯群位址。MB係該更新區塊 的元區塊位址。頁;^籤係被記錄於該更新區塊之第一=體 98672.doc -41 - 1272483 位置處的起始邏輯區段。MB〇係該相關原始區塊的元區塊 位址。 雜亂區塊索弓丨 一循序更新區塊會以邏輯循序的順序來儲存資料，因此 可輕易地找出該區塊之中的任何邏輯區段。—雜亂更新區 塊則係以亂序的方式來儲存其邏輯區段，而且可能會儲存 某一邏輯區段的多重更新代。此處必須保有額外的資訊， 以便追蹤每個有效邏輯區段於該雜亂更新區塊中的所在位 置。 於該較佳的具體實施例中，雜亂區塊索引資料結構允許 追縱及快速存取一雜亂區塊中所有有效的區段。雜亂更新 區塊可獨立管理小型的邏輯位址空間區域，並且有效地處 理系統資料與使用者熱區。該等索引資料結構基本上可將 索引資afl保存在具不頻繁更新需求的快閃記憶體之中，致 使不會嚴重影響效能。相反地，雜亂區塊中最近被寫入之 區段的清單則係保留在控制器RAM中的雜亂區段清單中。 另外，來自快閃記憶體的索引資訊快取會保留在控制器 RAM中，以便最小化供位址變換之用的快閃區段存取次 數。每個雜亂區塊的索引均會被儲存在快閃記憶體的雜亂 區塊索引（CBI)區段之中。 圖16A為一雜亂區塊索引（CBI)區段的資料欄位。一雜亂 區塊索引區段（CBI區段）含有一針對一邏輯群内被映對至 一雜亂更新區塊的每個區段的索引，其定義的係該邏輯群 之每個區段於該雜亂更新區塊内或是其相關原始區塊内的 98672.doc -42- 1272483 位置。一 CBI區段包含：一雜亂區塊索引欄位，用以追縱 該雜亂區塊之有效區段；一雜亂區塊資訊攔位，用以追蹤 該雜亂區塊的位址參數；以及一區段索引欄位，用以追蹤 儲存著該等CBI區段的該元區塊（CBI區塊）内的該等有效 CBI區段。 圖16B為欲被記錄於一專屬元區塊中的該等雜亂區塊索 引（CBI)區段的範例圖式。該專屬的元區塊將被稱為cBI區 塊620。當更新一 CBI區段時，其會被寫入該CBI區塊62〇 中的下個可用實體區段位置之中。所以，於該CBI區塊中 可能會存在一 CBI區段的多重拷貝，不過，僅有最後被寫 入的拷貝係有效的。舉例來說，邏輯群LGi的CBI區段便 已經被更新二次，隶新的版本才係有效的版本。該區 塊中每個有效區段的位置可利用該區塊中最後被寫入的 CBI區段中的一索引集來辨認。於此範例中，該區塊中最 後被寫入的CBI區段係LGm的CBI區段而其索引集則係會 取代所有先前索引集的有效索引集。當該CBI區塊最後完 全充滿CBI區段之後，便可藉由將所有有效區段重新寫至 一新的區塊位置以於一控制寫入作業期間來緊湊處理該區 塊。接者便可抹除該滿載的區塊。 一 CBI區段内的雜亂區塊素引攔位含有一針對一邏輯群 或子群内被映對至一雜亂更新區塊的每個邏輯區段的索引 登錄項。㈣索引登錄項表示的係該雜礼更#區塊内該對 應邏輯區段之有效資料所在的偏移。予員留的索引值表示於 該雜亂更新區塊中不存在該邏輯區段的任何有效資料，而 98672.doc *43- 1272483 該相關原始區塊中的該對應區段則係有效區段。部份雜亂 區塊索引攔位登錄項的快取則會保留在控制器RAM中。 一 CBI區段内的雜亂區塊資訊欄位含有一針對存在於該 系統中之每個雜亂更新區塊的登錄項，其記錄著該區塊的 位址參數貧訊。此攔位中的資訊僅在該cbi區塊中最後被 寫入的區段中才係有效。此資訊還會出現在RAM的資料結 構中。 每個雜亂更新區塊的該登錄項均包含三個位址參數。第 一個參數係和該雜亂更新區塊相關的邏輯群的邏輯位址 (或邏輯群號碼）。第二個參數係該雜亂更新區塊的元區塊 位址。第二個參數係該雜亂更新區塊中最後被寫入的區段 的:體位址偏移。該偏移資訊會設定初始化期間該雜亂更 新區塊的掃描起始點，用以於RAM中重建資料結構。 口泫區段索引攔位含有一針對該CBI區塊中每個有效CM 區段的登錄項。其會定義該CBI區塊内和每個獲准的雜亂 更新區塊相關之最近被寫入的CBI區段所在的偏移。該索 引中-偏移的預留值表示不存在獲准的雜1更新區塊。 圖16C為存取一正在進行雜亂更新之假定邏輯群中一邏 輯區段的資料的流程圖。於該等更新處理期間，該更新資 料會被記錄於該雜亂更新區塊之中，而未變更的資料則會 仍存在於和該邏輯群相關之原始區塊之中。於雜亂更新下 存取該邏輯群之一邏輯區段的處理如下： 步驟650 ·開始找出一假定邏輯群的一假定邏輯區段。 步驟652:於該⑶區塊中找出最後被寫入的⑶區段。 98672.doc -44· 1272483 步驟654 :藉由查找該最後被寫入的CBI區段的雜亂區塊 資訊欄位來找出和該假定邏輯群相關的雜亂更新區塊或原 始區塊。此步驟可於步驟662之前的任何時間處實施。 步驟658 ··假使該最後被寫入的CBI區段和該假定的邏輯 群有關的話，便找出該CBI區段。進入步驟662。否則便進 入步驟660。 步驟660 :藉由查找該最後被寫入的CBI區段的區段索引 攔位來找出該假定邏輯群的該CBI區段。 步驟662 ·•藉由查找該已經找到的CBI區段的雜亂區塊索 引攔位以於該雜亂區塊或原始區塊之中找出該假定的邏輯 區段。 圖16D為根據一替代具體實施例，其中邏輯群已經被分 割成複數個子群，存取一正在進行雜亂更新之假定邏輯群 中一邏輯區段的資料的流程圖。一 CBI區段的有限容量僅 能追蹤一預設最大的邏輯區段數量。當該邏輯群的邏輯區 段多於單一 CBI區段所能處理者時，該邏輯群便會被分割 成多個子群，每個子群各會分配到一 CBI區段。於其中一 範例中，每個CBI區段會具有足夠的容量來追蹤一由25 6個 區段以及多達8個雜亂更新區塊所組成的邏輯群。假使該 ㉞輯群的大小轉過2 5 6個區段的話，那麼該邏輯群内便會 存在一分離的CBI區段供每個256區段子群來使用。於一邏 輯群内所存在的CBI區段可供高達8個子群使用，支援高達 2048區段大小的邏輯群。 於該較佳的具體實施例中，可採用間接索引技術來幫助 98672.doc -45- 1272483 笞里》亥索引。5亥區段索引的母個登錄項均具有直接與間接 棚位。 直接區段索引定義該CBI區塊内和一特定雜亂更新區塊 相關之所有可能（：則區段所在的偏移。此攔位中的資訊僅 在和該特定雜亂更新區塊相關之最後被寫入的cbi區段中 才係有效。該索引中一偏移的預留值表示不存在該cBI區 段，因為和該雜亂更新區塊相關的對應邏輯子群不存在， 或是因為已經配置該更新區塊的關係尚未被更新。 間接區段索引會定義該CBI區塊内和每個獲准的雜亂更 新區塊相關之最近被寫入的(::扪區段所在的偏移。該索引 中偏移的預留值表示不存在獲准的雜亂更新區塊。 圖16D所示的係於雜亂更新下存取該邏輯群之一邏輯區 段的處理，其步驟如下： 步驟670 ··將每個邏輯群分割成多個子群且分配一 CBI區 段給每個子群。 步驟680 :開始找出一假定邏輯群之一假定子群的一假 定邏輯區段。 步驟682 :於該CBI區塊中找出最後被寫入的CBI區段。 步驟684 :藉由查找該最後被寫入的CBI區段的雜亂區塊 資訊攔位來找出和該假定邏輯子群相關的雜亂更新區塊或 原始區塊。此步驟可於步驟696之前的任何時間處實施。 步驟686 :假使該最後被寫入的CBI區段和該假定的邏輯 群有關的話，便進入步驟691。否則便進入步驟69〇。 步驟690 ··藉由查找該最後被寫入的cbi區段的間接區段 98672.doc -46- Ϊ272483 索引攔位來找出該假定邏輯群的該等多重CBI區段中最後 被寫入者。 步驟691 :已經找出和該假定的邏輯群之該等子群中其 中一者相關的至少一 CBI區段。繼續。 步驟692 :假使所找到的CBI區段和該假定的子群有關的 話，便找出該假定子群的該CBI區段。進入步驟696。否貝ij 便進入步驟694。 步驟694 :藉由查找目前所找到之CBI區段的直接區段索 引欄位來找出該假定子群的該CBI區段。 ® 步驟696 :藉由查找該假定子群的該CBI區段的雜亂區塊 索引攔位以於該雜亂區塊或原始區塊之中找出該假定的邏 輯區段。 圖16E為於將每個邏輯群分割成多個子群的具體實施例 中的雜亂區塊索引（CBI)區段的範例及其功能的示意圖。 一邏輯群7〇〇初始時會將其完全一致的資料儲存於一原始 元區塊702之中。接著，該邏輯群便會進行更新，其會配 籲 置一專屬的雜亂更新區塊704。於該等範例中，該邏輯群 700會被分割成複數個子群（例如子群A、B、C、D)，每個 子群各具有256個區段。 為於子群B中找出第i個區段，可先找出該CBI區塊62〇中 · 最後被寫入的CBI區段。該最後被寫入的CBI區段的雜亂 ， 區塊身訊攔位會提供位址以找出該假定邏輯群之該雜亂更 新區塊704。同時，其會提供被寫入該雜亂區塊中之該最 後區段的位置。假使為掃描索引與重建索引的話，此資訊 98672.doc -47- 1272483 便相當有用。 假使該最後被寫入的CBI區段係該假定邏輯群之該等四 個CBI區段中其中一者的話，其便將進一步判斷其是否確 實為該含有第i個邏輯區段之假定子群B中的該CBI區段。 若是的話，那麼該CBI區段的雜亂區塊索引便將會指向該 元區塊位置，用於儲存第i個邏輯區段的資料。該區段位 置可能係位於雜亂更新區塊704之中或是該原始區塊702之 中〇 假使該最後被寫入的CBI區段係該假定邏輯群之該等四 個CBI區段中其中一者但卻並非確實為該子群b所有的 話，那麼便會查找其直接區段索引以找出該子群B的該 CBI區段。一但找到此確實的CBI區段之後，則可查找其 雜亂區塊索引以便於該雜亂更新區塊704與該原始區塊702 之中找出第i個邏輯區段。 假使該最後被寫入的CBI區段並非係該假定邏輯群之該 等四個CBI區段中任何一者的話，那麼便會查找其間接區 段索引以找出該等四個CBI區段中其中一者。於圖ι6Ε所示 的範例中，會找到子群C的該CBI區段。接著，便可查找 子群C之此CBI區段的直接區段索引以找出該子群B的該確 κ的CBI區段。該範例顯示出，當查找其雜亂區塊索引 時，發現到第1個邏輯區段並未變更且其有效資料將會位 於該原始區塊之中。 雷同的考量可套用於找出該假定邏輯群之子群c中的第J· 個邏輯區段。該範例顯示出該最後被寫入的CBI區段並非 98672.doc 1272483 係該假定邏輯群之該等四個CBI區段中任何一者。其間接 區段索引會指向該假定邏輯群之該等四個CBI區段中其中

一者。被指到的四個中最後被寫入者同樣確實係該子群C 之該CBI區段。當查找其雜亂區塊索引時，發現到第j個邏 輯區段係位於該雜亂更新區塊704中的指定位置處。 於該系統中，每個雜亂更新區塊都會有一份雜亂區段清 單存在於控制器RAM之中。每份清單均含有一份自快閃記 憶體中最後被更新的相關CBI區段開始至目前區段為止被 寫入該雜亂更新區塊之中的區段的記錄。一特定雜亂更新 區塊的邏輯區段位址的數量（其可能係保存於一雜亂區段 清單之中）係一項設計參數，其標準值為8個至16個。該份 清單的理想大小係取決於其對雜亂資料寫入作業之經常性 運异的效應以及初始化期間區段掃描時間兩者間的取捨結 果。 於系統初始化期間，必要時會掃描每個雜亂更新區塊， 用以確認自其相關CBI區段中其中一者的前一次更新開始 至目丽區段為止被寫入的有效區段。於控制器RAM中會為 每個雜亂更新區塊建構一份雜亂區段清單◊每個區塊僅需 要從最後被寫入的CBI區段t其雜亂區塊資訊攔位中所定 義的最後區段位址處開始被掃描。 當配置一雜亂更新區塊時，便會寫入一 CBI區段，以便 符合所有已更新的邏輯子群。該雜|L更新區塊的邏輯與實 體位址均會被寫入該區段中一可 T 可用的雜亂區塊資訊攔位之 中，其雜亂區塊索引欄位中目丨丨目女γ ^。^ j 1 Τ則具有無效登錄項。於控制器 98672.doc -49· 1272483 HAM中會開放一份雜亂區段清單。 當關閉一雜亂更新區塊時，便會寫入一 CBI區段，其中 會從該區段中的雜亂區塊資訊攔位中移除該區塊的邏輯與 實體位址。RAM中的對應雜亂區段則會變成未被使用。 控制器RAM中對應的雜亂區段清單會加以修正，以納入 被寫入一雜亂更新區塊中的區段的記錄。當控制器ram中 的雜亂區段清單沒有任何可用空間來記錄被寫入一雜亂更 新區塊中的其它區段時，則會寫入和該份清單中之區段相 關的邏輯子群的已更新C BI區段並且清除該份清單。 當該CBI區塊620滿載時’便會將有效的CBI區段拷貝至 一已配置的已抹除區塊之中，並且抹除該先前的CBI區 塊。 位址表 圖2所示的邏輯至實體位址變換模組14〇係負責將一主系 統的邏輯位址和快閃記憶體中對應的實體位址產生關聯。 邏輯群與實體群（元區塊）間的映對關係會被儲存在分散於 δ亥非揮發性快閃記憶體2〇〇與該揮發性但比較迅速的RAM 130(參見圖1)之中的一表格集與複數份清單之中。一位址 表會被保存在快閃記憶體之中，該表含有該記憶體系統中 母個邏輯群的元區塊位址。此外，最近被寫入之區段的邏 輯至實體位址記錄則會暫時保留在RAM之中。該些揮發性 記錄可在開機之後初始化該系統時從快閃記憶體中的區塊 清單與資料區段標頭中進行重建。因此，並不需要頻繁地 更新快閃圮憶體中的該份位址表，從而控制資料之經常性 98672.doc -50- 1272483 運异寫入作業的百分比相當低。 邏輯群之位址記錄的階層包含該份開放更新區塊清單、 RAM中的已關閉更新區塊清單以及保存在快閃記憶體中的 該份群位址表（GAT)。 該份開放更新區塊清單係一份位於控制器RAM中由複數 個資料更新區塊所組成的清單，其為目前開放用來寫入已 更新主系統區段資料。當關閉某一區塊時，該區塊的該登 錄項便會被移至該份已關閉更新區塊清單之中。該份已關 閉更新區塊清單係一份位於控制器RAM中由已經被關閉的 複數個資料更新區塊所組成的清單。於控制寫入作業期 間，該份清單中該等登錄項所組成的一份子集會被移至該 群位址表中的一區段之中。 該群位址表（GAT)係一份由該記憶體系統中主系統資料 之所有邏輯群的元區塊位址所組成的清單。該GAT針對每 個邏輯群均含有一登錄項，其會依照邏輯位址循序排列。 違G AT中的弟η個登錄項含有位址^之邏輯群的元區塊位 址。於S較佳的具體實施例中，其係一份位於快閃記憶體 中的表格’其包括一組區段（稱為GAT區段），其中的登錄 項疋義的係違δ己憶體糸統中每個邏輯群的元區塊位址。該 等G AT區段係位於快閃記憶體中一或多個的專屬控制區塊 (稱為G AT區塊）之中。 圖17 A為一群位址表（GAT)區段的資料攔位。舉例來 說，一 GAT區段可能具有足夠的容量以容納一組128個連 續邏輯群的GAT登錄項。每個GAt區段均包含兩個組成 98672.doc -51 - 1272483 部：一組GAT登錄項，其係供某個範圍内每個邏輯群之元 區塊位址來使用；以及一 GAT區段索引。第一組成部含有 用於找出和該邏輯位址相關的元區塊的資訊。第二組成部 則含有用於找出該GAT區塊内所有有效GAT區段的資訊。 母個G AT登錄項均具有三個欄位，換言之為：元區塊號 碼；頁標籤，如先前配合圖3A(iii)的定義般；以及旗標， 其表示的係該元區塊是否已經被重新連結。該GAT區段索 引會列出一 GAT區塊中有效GAT區段的位置。此索引係位 於每個G AT區段之中，不過卻會被下次寫入該gAT區塊中 的GAT區段的版本取代。因此，僅有最後被寫入之gAT區 段中的版本係有效的。 圖17B為欲被記錄於一個以上gat區塊中的該等群位址 表（GAT)區段的範例圖式。一 GAT區塊係一專門用來記錄 GAT區段的元區塊。當更新一 GAT區段時，其會被寫入該 GAT區塊720中的下個可用實體區段位置之中。所以，於 該G AT區塊中可能會存在一 GAT區段的多重拷貝，不過， 僅有最後被寫入的拷貝係有效的。舉例來說，GAT區段45 便已經被更新至少兩次，最新的版本才係有效的版本。該 G AT區塊中每個有效區段的位置可利用該區塊中最後被寫 入的G AT區段中的一索引集來辨認。於此範例中，該區塊 中最後被寫入的GAT區段係GAT區段56而其索引集則係會 取代所有先岫索引集的有效索引集。當該GAT區塊最後完 全充滿GAT區段之後，便可藉由將所有有效區段重新寫至 新的區塊位置以於一控制寫入作業期間來緊湊處理該區 98672.doc -52- 1272483 塊。接著便可抹除該滿載的區塊。 如前述，一 G AT區塊含有一邏輯位址空間區域中一邏輯 連續群集的登錄項。一 GAT區塊内的GAT區段各含有供128 個連續邏輯群使用的邏輯至實體映對資訊。用於儲存一 G AT區塊所擴及的位址範圍内所有邏輯群的登錄項所需要 的G AT區段數量僅佔去該區塊中總區段位置的一部份。所 以，可藉由將一 G AT區段寫入該區塊中下個可用的區段位 置處來更新該區段。所有有效G AT區段的索引及它們在該 G AT區塊中的位置均會被保存在最近被寫入的gat區段中 的一索引攔位之中。一 GAT區塊之總區段中被有效GAT區 段佔去的部份係一項系統設計參數，其通常為25%。不 過’每個GAT區塊最多會有64個有效的GAT區段。於具有 大邏輯容量的系統中，可能需要將GAT區段儲存於一個以 上的GAT區塊中。於此情況中，每個gat區塊均和一固定 範圍的邏輯群相關。 GAT更新係控制寫入作業的一部份，當該abl用罄配置 用的區塊時便會觸發該GAT更新（參見圖1 8)。該項更新會 與ABL填充作業及CBL淨空作業同時實施。於GAT更新作 業期間，一 GAT區段會利用來自該已關閉更新區塊清單中 對應登錄項的資訊來更新登錄項。當更新一 GAT登錄項之 後，便可從該已關閉更新區塊清單（CUBL)中移除任何對 應的登錄項。舉例來說，可以該已關閉更新區塊清單中第 一登錄項為基礎來選擇欲更新的GAT區段。經過更新的區 I又則可寫入該GAT區塊中下個可用的區段位置中。 98672.doc 1272483 當沒有任何區段位置可供一已更新的GAT區段使用時， 於控制寫入作業期間便會發生GAT覆寫作業。其會配置一 新的GAT區塊，並且依照循序順序從該滿載的gat區塊中 拷貝該GAT索引所定義的有效GAT區段。接著便可抹除該 滿載的GAT區塊。 一 G AT快取係位於控制器ram 130之中，其為一 GAT區 段中該等128個登錄項之一部份中複數個登錄項的副本。 G AT快取登錄項的數量係一項系統設計參數，標準值為3 2 個。每個從一GAT區段中讀取一登錄項時，便會為該相關 區段部份產生一 GAT快取。可以保留多個GAT快取。該數 量係一項設計參數，標準值為4個。可以最近最少被使用 的方式為基礎，利用一不同區段部份的登錄項來覆寫一 G AT快取。 已抹除元區塊管理 圖2所示之抹除區塊管理器160會利用一組清單來保存目 錄與糸統控制資訊’用以管理抹除區塊。該些清單會被分 散於該控制器RAM 130及快閃記憶體2〇〇之中。當必須配 置已抹除元&塊來儲存使用者資料或是儲存系統控制資 料結構時’便要在被保留在控制器RA1V[中之配置區塊清單 (ABL)(參見圖15)中選出下個可用的元區塊號碼。同樣 地’當一元區塊於已經除役後被抹除時，其號碼便會被加 進同樣係被保留在控制器RAM中之已清除區塊清單（cbl) 中。非常靜態的目錄與系統控制資料則會被儲存於快閃記 憶體之中。該些包含已抹除區塊清單，以及一列出該快Μ 98672.doc -54- 1272483 記憶體中所有元區塊之已抹除狀態的位元圖（map)。該等 已抹除區塊清單及MAP均會被儲存於個別的區段之中並且 會被記錄至一專屬的元區塊（稱為MAP元區塊）之中。該些 清單係分散於該控制器RAM與快閃記憶體之中，其會提供 一已抹除區塊記錄階層，以便有效地管理已抹除元區塊的 使用情形。 圖1 8為針對使用及循環使用已抹除區塊而言，該控制與 目錄資訊的分佈與流動的概略方塊圖。該控制與目錄資料 會被保存在複數個清單之中，該等清單則係被保留於控制 器RAM 130之中或是被保留於駐存在快閃記憶體200中的 MAP區塊750之中。 於該較佳的具體實施例中，該控制器RAM 130會保留該 配置區塊清單（ABL)610以及一份已清除區塊清單 (CBL)740。如先前配合圖15所述，該配置區塊清單（Abl) 會追蹤最近被配置用於儲存使用者資料或是儲存系統控制 資料結構的元區塊。當需要配置一新的已抹除元區塊時， 便要在該配置區塊清單（ABL)中選出下個可用的元區塊號 碼。同樣地，該已清除區塊清單（CBL)可用來追蹤已經被 解除配置且抹除的更新元區塊。該ABL與CBL均會被保留 在控制器RAM 130(參見圖1)之中，以便在追蹤該等非常活 躍的更新區塊時可快速存取且容易操縱。 該配置區塊清單（ABL)會追蹤一群已抹除的元區塊並且 將邊寻已抹除的元區塊配置成一更新區塊。因此，可由一 項屬性來描述的該些元區塊中每一者均會指明其究竟係該 9S672.doc -55- 1272483 ABL即將進行之配置中的已抹除區塊、開放的更新區塊或 是已關閉的更新區塊。圖1 8中顯示出該ABL含有一已抹除 ABL清單612、該開放更新區塊清單6丨4以及該已關閉更新 區塊清單616。此外，和該開放更新區塊清單614相關的係 該相關的原始區塊清單615。同樣地，和該已關閉更新區 塊清單相關的係該相關的已抹除原始區塊清單6丨7。如前 面圖15所不’該些相關的清單分別係該開放更新區塊清單 614及该已關閉更新區塊清單6丨6的子集。該已抹除ABL清 單612、該開放更新區塊清單6丨4以及該已關閉更新區塊清 單616全部都係該配置區塊清單（Abl)6 1 〇的子集，每一者 中的登錄項各具有對應的屬性。 MAP區塊750係快閃記憶體200中專門用來儲存抹除管理 記錄的元區塊。該MAP區塊會儲存一時間連續的複數個 MAP區塊區段，每個MAP區段均係一抹除區塊管理（ebm) 區段760或是一 MAP區段780。當已抹除區塊已經配置殆盡 且於一元區塊除役時循環使用時，該相關的控制與目錄資 料較佳的係内含於一邏輯區段之中，該邏輯區段可於該 MAP區塊中進行更新，其每一更新資料實例則會被記錄至 一新的區塊區段之中。於該MAP區塊750之中可能存在複 數個EBM區段760與複數個MAP區段780的多重副本，僅有 最新的版本係有效的。一指向該等有效Map區段之位置的 索引係内含於該EMB區塊的一攔位之中。於一控制寫入作 業期間，一有效的EMB區段必定係最後才被寫入該MAp區 塊之中。當該MAP區塊750滿載時，便可藉由將所有有效 98672.doc -56- 1272483 區段覆寫至一新的區塊位置以於控制寫入作業期間對其進 行緊湊處理。接著便可抹除該滿載的區塊。 每個EBM區段760均含有複數份已抹除區塊清單 (EBL)770 ’該等清單係由已抹除區塊集合而成的子集的位 址所組成的清單。該等已抹除區塊清單（EBL)77〇可充當一 緩衝器’其中含有已抹除元區塊號碼，從中可定期地取用 元區塊號碼來重新填充該ABL，並且可定期地將元區塊號 碼加入其中以重新淨空該CBL。該EBL 770可充當緩衝 益’用於作為可用區塊緩衝器（ABb)772、已抹除區塊緩衝 器（EBB)774以及已清除區塊緩衝器（Cbb)776。 可用區塊緩衝器（ABB)772含有一份由位於該ABL610之 中緊跟在前次ABL填充作業後面之該等登錄項所組成的副 本。實際上’其為某次ABL填充作業之後該ABL的備份副 本0 該已抹除區塊緩衝器（EBB)774含有複數個已抹除區塊位 址’該等位址係先前傳送自MAP區段780或該CBB清單 776(說明如下），並且可於一 abl填充作業期間傳送給該 ABL 610 〇 該已清除區塊緩衝器（CBB)776含有已抹除區塊的位址， 該等位址係於一 CBL·淨空作業期間傳送自該CBL 740，並 且稍後將會被傳送給MAP區段780或該EBB清單774。 每個該等MAP區段780均含有一被稱為MAP的位元圖結 構。該MAP會針對快閃記憶體中的每個元區塊使用一位位 元來表示每個區塊的抹除狀態。對應於該Ebm區段中該等 98672.doc -57- 1272483 ABL、CBL、或是已抹除區塊清單中所列之區塊位址的位 元均不會於該MAP中被設為已抹除狀態。 不含有有效資料結構且未被指定為該MAP内之一已抹除 區塊、已抹除區塊清單、ABL或CBL的任何區塊均不會被 該區塊配置演算法使用，所以無法存取用於儲存主系統或 控制資料結構。此方式提供一種簡單的機制，用以從可存 取的快閃記憶體位址空間中排除具有缺陷位置的區塊。 圖1 8所示之階層可有效地管理已抹除區塊記錄，並且對 被儲存於該控制器之RAM中的該等區塊位址清單提供完整 的安全性。可以不頻繁的方式在該些區塊位址清單及一個 以上的MAP區段780之間交換已抹除的區塊登錄項。可於 電源關閉之後，系統初始化期間，透過被儲存於快閃記惊 體中複數個區段中該等已抹除區塊清單及位址變換表中的 資訊，以及有限地掃描快閃記憶體中少量被參照的資料區 塊，便可重建該些清單。 用於更新已抹除元區塊記錄之階層所採用的該等演瞀法 可以下面的順序來配置使用已抹除區塊：將來自該MAp區 塊750的區塊叢於位址順序中交錯來自該cbl 740的區塊位 址叢，其反映的係區塊被該主系統更新的順序。對大部份 的元區塊大小與系統記憶體容量而言，單一 MAP區段可針 對該系統中的所有元區塊提供一位元圖。於此情況中，已 抹除的區塊必定會以和被記錄於此MAP區段中相同的位址 順序來配置使用。 抹除區塊管理作業 98672.doc -58- 1272483 如前面所述，ABL 610清單具有可被配置使用之已抹除 兀區塊以及最近被配置為資料更新區塊之元區塊的位址登 錄項。該ABL中的實際區塊位址數量係介於最大上限與最 小下限之間，上下限兩者均為系統設計變數。製造期間被 格式化的ABL登錄項數量則與卡片種類及容量具有函數關 係。此外，該ABL中的登錄項數量於接近該系統的壽命終 點時可能會減少，因為可用的已抹除區塊的數量會因為其 壽命期間區塊發生故障而減少。舉例來說，於填充作業之 後，該ABL中的登錄項便可能會指明可供下面用途使用的 區塊。部份被寫入之資料更新區塊的登錄項係每個區塊一 個登錄項，其並不會超過同時被開放之更新區塊最大值的 系統限制。有一至二十個登錄項供可配置成資料更新區塊 的已抹除區塊使用。四個登錄項供可配置成控制區塊的已 抹除區塊使用。 ABL填充作業 當該ABL 610經過配置而耗盡時，其便必須進行再填 充。填充該ABL的其中一項作業係發生於控制寫入作業期 間。當必須配置一區塊，但該ABL所含的已抹除區塊登錄 項卻不足以配置成一資料更新區塊或是特定其它的控制資 料更新區塊時便會觸發此項作業。於一控制寫入期間，爷 ABL填充作業會與GAT更新作業同時進行。 於一 ABL填充作業期間會發生下面的動作。 1·保留具有目前資料更新區塊之屬性的Abl登錄項。 2·保留已關閉資料更新區塊之屬性的ABI^登錄項， 、、 除非 98672.doc -59- 1272483 該區塊的某個登錄項正於該同時進行的GAT更新作業中被 寫入，於此情況中則會從該ABL中移除該登錄項。 3. 保留未被配置之抹除區塊的ABL登錄項。 4. 對該ABL進行緊湊處理，移除因登錄項移除所產生的 間隙，進而保持登錄項的順序。 5. 藉由附加來自該EBB清單中下次可用的登錄項以完全 填充該ABL。 6. 利用該ABL中該等目前的登錄項來覆寫該ABB清單。 CBL淨空作業 CBL係一份由控制器RAM之中已抹除之區塊位址所組成 的清單，已抹除區塊登錄項之數量限制和ABL相同。淨空 該CBL的其中一項作業係發生於控制寫入作業期間。所 以，其會與ABL填充作業/GAT更新作業、或是CBI區塊寫 入作業同時進行。於一 CBL淨空作業中，登錄項會從該 CBL 740中被移除並且寫入該CBB清單776之中。 MAP交換作業 當該EBB清單774已經淨空時，於一控制寫入作業期間 便會於該等MAP區段780及該等EBM區段760之間定期進行 MAP交換作業。假使該系統中所有已抹除的元區塊均被記 錄於該EBM區段760之中的話，那麼便沒有任何的MAP區 段780存在且不用實施任何的MAP交換。於一MAP交換作 業期間，一用於將已抹除區塊饋送給EBB 774的MAP區段 會被視為一來源MAP區段782。相反地，用於從該CBB 776 中接收已抹除區塊的MAP區段則會被視為一目的MAP區段 98672.doc -60- 1272483 784。假使僅有一 MAP區段存在的話，那麼其便同時充當 來源與目的MAP區段，其定義如下。 於一 MAP交換期間會實施下面的動作。 1·以遞增指標的方式為基礎，選擇一來源MAp區段。 2.以不在該來源MAP區段中之第一 CBB登錄項中的區塊 位址為基礎來選擇一目的map區段。 3·如該CBB中相關登錄項所定義的方式來更新該目的 MAP區段，並且從該CBB中移除該等登錄項。 4·將該已更新的目的MAP區段寫入該MAp區塊之中，除 非沒有分離的來源MAP區段存在。 5·如該CBB中相關登錄項所定義的方式來更新該來源 MAP區段，並且從該CBB中移除該等登錄項。 6·將該CBB中剩餘的登錄項附加至該ebb之中。 7·利用該來源MAP區段所定義之已抹除區段位址盡可能 地填充該EBB。 8·將該已更新的來源MAP區段寫入該MAp區塊之中。 9·將一已更新的EBM區段寫入該MAP區塊之中。 清單管理 圖18所示的係該控制與目錄資訊於該等各種清單間的分 佈與流動情形。為方便起見，將圖18中用以於該等清單之 元件之間移動登錄項的作業或是改變登錄項之屬性=作業 標示成下面的[A]至[0]。 、 [A]當一已抹除區塊被配置成一更新區塊供主系統資 料使用時，該區塊位於該ABL中之登錄項的屬性便會從【 98672.doc -61 - 1272483 抹除ABL區塊變成開放更新區塊。 [B] 當一已抹除區塊被配置成一控制區塊時，該區塊 位於該ABL中之登錄項便會被移除。 [C] 當產生一具有開放更新區塊屬性的ABL登錄項時， 便會將^ 相關原始區塊搁位加入該登錄項之中，用以記鋒 欲被更新之該邏輯群的原始元區塊位址。此資訊可從該 GAT中取得。 [D] 當關閉一更新區塊時，該區塊位於該ABL中之登錄 項的屬性便會從開放更新區塊變成已關閉更新區塊。 肇 [E] 當關閉一更新區塊時，便會抹除其相關的原始區 塊，而且該區塊位於該ABL中之登錄項中的相關原始區塊 攔位的屬性便會變成已抹除原始區塊。 [F] 於一 ABL填充作業期間，於相同的控制寫入作業期 間於該GAT中位址被更新的任何已關閉更新區塊均會從該 ABL中移除其登錄項。 [G] 於一 ABL填充作業期間，當從該ABl中移除一已關 _ 閉更新區塊的登錄項時，便會將其相關的已抹除原始區塊 的登錄項移至該CBL之中。

[H] *抹除一控制區塊時，便會將其登錄項加入該cbL 之中。 · [I] 於— ABL填充作業期間，已抹除的區塊登錄項會從 ， 該刪清單中被移至該概，並且被賦予已抹除皿區塊 的屬性。 U]於ABL填充作業期間修改所有相關的abl登錄項 98672.doc -62- 1272483 之後，該ABL中的該等區塊位址便會取代該abb清單中的 該等區塊位址。 [K] 於控制寫入期間和一 ABL填充作業同一時間，該 CBL中已抹除區塊的登錄項會被移至該cbb清單中。 [L] 於一 MAP交換作業期間，所有相關的登錄項均會 從該CBB清單移至該MAP目的區段。 [M] 於一 MAP交換作業期間，所有相關的登錄項均會 從該CBB清單移至該MAP來源區段。 [N] 接續[L]與[M]，於一 MAp交換作業期間，所有剩餘 的登錄項均會從該CBB清單移至該EBB清單。 [〇]接續[N]，於一 MAP交換作業期間，可能的話，於 [M]中被移動之登錄項以外的登錄項均會從該MAp區段中 被移動以填充該ebb清單。 邏輯至實體位址變換 _為於快閃記憶體中找出__邏輯區段的實體位置，圖2所 示之邏輯至實體位址變換模組140會實施邏輯至實體位址 變換。除了最近被更新的那些邏輯群以外，可利用駐存於 該快閃記憶體·中的群位址表（GAT)或是控制器RAM130 中的GAT快取來實施整批移轉。對最近被更新的邏輯群進 行位址變換將會需要查找主要駐存於控制器RAM 130中之 更新區塊的位址清單。所7 4 ^ 所以針對一邏輯區段位址所進行 的邈輯至實體位址變換的處理會相依於和該區段所在之邏 輯群相關的區塊類型。區塊的類型如τ:完全一致區塊、 貝料更新區塊、雜亂貧料更新區塊、已關閉資料更新 98672.doc -63- 1272483 區塊。 圖1 9為邏輯至實體位址變換的處理流程圖。基本上，可 先使用該邏輯區段位址來查找各個更新目錄（例如該開放 更新區塊清單及該關閉更新區塊清單）來找出該對應的元 區塊與该實體區段。假使該相關的元區塊並非係一更新處 理的一部份的話，那麼便會由該GAT來提供目錄資訊。邏 輯至實體位址變換的步驟如下： 步驟800 :提供一邏輯區段位址。 步驟8 10 :於控制器RAM中該開放更新區塊清單614(參 見圖15與1 8)中查找所提供的邏輯位址。假使查找失敗的 話’便進入步驟820，否則便進入步驟830。 步驟820 :於該已關閉區塊清單61 6中查找所提供的邏輯 位址。假使查找失敗的話，該所提供的邏輯位址便並非係 任何更新處理的一部份；進入步驟，進行GAT位址變 換。否則便進入步驟860，進行已關閉更新區塊位址變 換。 步驟830 :假使含有該所提供之邏輯位址的更新區塊係 循序的話，進入步驟84〇，進行循序更新區塊位址變換。 否則便進入步驟850，進行雜亂更新區塊位址變換。 步驟840 :利用循序更新區塊位址變換來取得該元區塊 位址。進入步驟880。 步驟850 :利用雜亂更新區塊位址變換來取得該元區塊 位址。進入步驟880。 步驟860 ··利用已關閉更新區塊位址變換來取得該元區 98672.doc -64- 1272483 塊位址。進入步驟880。 =7〇 ·利用鮮位址表（GAT)移#來取得該& ^ 址。進入步騾880。 鬼位 广驟880 ·將該元區塊位址轉換成一實體位址。該 方法會相依於該元區塊是否已經被重新連結。^ 步驟890 ··已取得實體區段位址。 下文將更詳細說明該#各種位址變換處理。 循序更新區塊位址變換（步驟840) /該開放更新區塊清單614(參見圖i5_)中之資^便 可直接完成和-循序更新區塊相關的邏輯群中之目標邏 區段位址的位址變換，其方式如下。 1·從該份清單中「頁標鐵」與「已寫入的區段數」等攔 位中判斷該目標邏輯區段究竟係位於該更新區塊之中或是 其相關的原始區塊之中。 2·從該份清單中讀取適合該目標邏輯區段的元區塊位 址〇 元區塊内之該區 3·從該適當的「頁標藏」欄位中決定該 段位址。 雜亂更新區塊位址變換（步驟850) 和一雜i更新區塊相關的邏輯群中之目標邏輯區段位址 的位址變換序列如下。 1.假使從RAM中的雜亂區段清單中判斷出該區段係一最 近被寫入的區段的話，從其在此清單中的位置便可直接完 成位址變換。 98672.doc -65· 1272483 2·該CBI區塊中該最近被寫入的區段會於其雜亂區塊資 料欄位中含有和該目標邏輯區段位址有關的該雜亂更新區 塊的實體位址。其還會於其間接區段索引攔位中含有和此 雜亂更新區塊有關的最後被寫入的CBI區段的CBI區塊内 的偏移（參見圖16A-16E)。 3.該些欄位中的資訊均會被快取儲存於ram之中，而不 需要於後續的位址變換期間來讀取該區段。 4·讀取於步驟3處由該間接區段索引欄位確認的CBI區 段。 零 5·將最近被存取之雜亂更新子群的直接區段索引攔位快 取儲存於RAM之中，而不需要實施步驟4處的讀取以重複 存取相同的雜亂更新區塊。 6·於步驟4或步驟5處所讀取的直接區段索引欄位接著便 可確認和含有該目標邏輯區段位址之該邏輯子群有關的該 C BI區段。 7·從於步驟6中所確認的CBI區段中讀取該目標邏輯區段 _ 位址的雜亂區塊索引登錄項。 8·該最近被讀取之雜亂區塊索引欄位可被快取儲存於控 制為RAM之中’而不需要實施步驟4與步驟7處的讀取以重 複存取相同的邏輯子群。 · 9·该雜亂區塊索引登錄項會於該雜亂更新區塊或該相關 、 的原始區塊中定義該目標邏輯區段的位置。假使該目標邏 輯區段之有效副本係位於該原始區塊中的話，便可使用該 原始兀區塊與頁標籤資訊來找出該有效副本。 98672.doc -66 - 1272483 已關閉更新區塊位址變換（步攝86()) 從該已關閉區塊更新清單（參見圖18)中之資訊便可直接 完成和一已關閉更新區塊相關的邏輯群中之目標邏輯區段 位址的位址變換，其方式如下。 1 ·從該份清單中讀取被分配給該目標邏輯群的元區塊位 址0 2.從該清單的「頁標籤」攔位中決定該元區塊内之該區 段位址。 GAT位址變換（步驟870) 假使某一個邏輯群未被該開放更新清單或已關閉更新清 單參照的話，那麼，其在該GAT中的登錄項便係有效的。 被该GAT筝照的邏輯群中之目標邏輯區段位址的位址變換 序列如下。 1 ·估异RAM中該等可用的GAT快取的範圍，用以判斷該 目標邏輯群的一登錄項是否内含於一 GAT快取之中。 2·假使於步驟1中發現該目標邏輯群的話，那麼該GAT 快取便含有完全的群位址資訊，其同時包含元區塊位址和 頁標籤在内，允許進行該目標邏輯群位址的移轉。 3 ·假使違目標位址並不位於一 gat快取之中的話，那麼 便必須讀取該目標GAT區塊的GAT索引，以便確認和該目 標邏輯群位址有關之G AT區段的位置。 4·將最後被存取之GAT區塊的GAT索引保存在控制器 RAM之中，並且可進行存取而不需要從快閃記憶體中讀取 一區段。 98672.doc -67- 1272483 5 ·將一份由每個GAT區塊之元區塊位址及被寫入每個 GAT區塊之中的區段數量所組成的清單保存在控制器ram 之中。假使步驟4處無法取得必要的GAT索引的話，便可 立刻從快閃記憶體之中讀取。 6·從步驟4或步驟6處所獲得的GAT索引所定義的GAT區 塊中的區段位置中讀取和該目標邏輯群位址有關的gat區 段。利用含有該目標登錄項之區段的一部份來更新一 gat 快取。 7.從該目標GAT登錄項内的元區塊位址欄位與「頁標 籤」欄位中取得該目標區段位址。 元區塊至實體位址變換（步驟88〇) 假使和該元區塊位址相關的旗標表示該元區塊已經被重 新連結的話，那麼便從該BLM區中讀取相關的以區段，以 便決疋该目標區段位址的抹除區塊位址。否則，便從該元 區塊位址中直接決定該抹除區塊位址。 控制資料管理 圖20為於該記憶體管理作業進程中對控制資料結構所實 施的作業的階層#意、目。資料更新管理作業會作用於駐存 在RAM之中的各個清單之上。控制寫入作業會作用於快閃 記憶體中該等各個控制資料區段以及專屬區塊之上，而且 還會與RAM中的該等清單交換資料。 資料更新管理作業會於RAM中針對ABL、cbl#及該雜 亂區段清單來實施。當一已抹除區塊被配置為一更新區塊 或控制區塊時，或是關閉一更新區塊時，便會更新咳 98672.doc -68- 1272483 ABL。當抹除一控制區塊時，或是將一已關閉的更新區塊 的某個登錄項寫入該GAT之中時，便會更新該CBL。當一 區段被官λ 馬入一雜亂更新區塊之中時，便會更新該更新雜亂 區段清單。 一控制寫入作業會使得來自RAM中之控制資料結構的資 机被寫入快閃記憶體中的控制資料結構之中，必要時會隨 之更新快閃記憶體與RAM之中其它支援的控制資料結構。 當該ABL不含欲被配置為更新區塊的已抹除區塊的任何其 它登錄項時，或是覆寫該CBI區塊時，便會觸發該項作 業。 ' 於該較佳的具體實施例中，該ABl填充作業、該CBL淨 空作業以及該E B Μ區段更新作業均會在每個控制寫入作業 期間貫施。當含有該ΕΒΜ區段的MAP區塊變成滿載時，便 會將有效的EBM與MAP區段拷貝至一已配置的已抹除區塊 之中’並且抹除該先前的MAP區塊。 在每個控制寫入作業期間會寫入一 GAT區段，並且會進 而修改該已關閉更新區塊清單。當一 GAT區塊變成滿載 時，便會實施一 GAT覆寫作業。 如先前所述，經過幾次的雜亂區段寫入作業之後，便會 寫入一CBI區段。當該CBI區塊變成滿載時，便會將有效 的CBI區段拷貝至一已配置的已抹除區塊之中，並且抹除 該先前的CBI區塊。 如先前所述，當該EBM區段中的EBB清單中沒有任何其 它已抹除區塊登錄項時，便會實施一 MAP交換作業。 98672.doc -69 - 1272483 一MAP位址（MAPA)區段（其會記錄該MAP區塊的目前位 址）會於該MAP區塊被覆寫的每個位置之中被寫入—專屬 的MAPA區塊之中。當該MAPA區塊變成滿载時，便會將 有效的Μ APA區段拷貝至一已配置的已抹除區塊之中，並 且抹除該先前的MAPA區塊。 一開機（Boot)區段會於該MAPA區塊被覆寫的每個位置 之中被寫入一目前的開機區塊之中。當該開機區塊變成滿 載時，便會將有效的開機區段從該開機區塊的目前版本中 拷貝至該備份版本，接著該備份版本便會成為目前的版 本。先前的目前版本會被抹除並且成為該備份版本，而該 有效的開機區段則會被寫回其中。 雖然已經針對特定的具體實施例來說明本發明的各項觀 點，不過，應該瞭解的係，本發明係受到隨附申請專利範 圍之完整範疇的保護。 【圖式簡單說明】 圖1為一適合實現本發明之記憶體系統的主硬體組件的 概略示意圖。 圖2為根據本發明—較佳具體實施例的記憶體，盆係被 組織成複數個實體區段群(或元區塊)並且由該控制器的記 憶體管理器來管理。 圖3A⑴3Α(ιιι)為根據本發明一較佳具體實施例介於一 避輯群與一凡區塊間之映對的概略示意圖。 圖3Β為介於複數個邏輯群與複數個元區塊間之 略示意圖。 ％ 98672.doc -70- 1272483 圖4為'一 形0 元£塊於實體記憶體令 和各種結構的排 列情 圖5A為連結不同平面的最 不意圖。 小抹除單位所構成的 元區塊的 平面中選出一 面中選出一個 圖5B所示之其中一具體實施例中合從 最小抹除單位__以連結成—元區塊。 圖5C所示之另一具體實施例中會從每個平 以上的MEU用以連結成一元區塊。 制器與快閃記憶 圖6為該元區塊管理系統被設計在該控 體中時的概略方塊圖。 圖7A為依序被寫入_循序更新區塊中的一邏輯群之中的 複數個區段的範例圖式。 圖7B為以|隹乱順序被寫入一雜亂更新區士鬼中的一邏輯群 之中的複數個區段的範例圖式。 圖8係進行兩次具有不連續邏輯位址的分離主系統寫入 作業而依序被寫入一循序更新區塊中的一邏輯群之中的複 數個區段的範例圖式。 圖9為根據本發明一通用具體實施例，由該更新區塊管 理器所實施之用於更新一邏輯資料群的處理流程圖。 圖1 〇為根據本發明一較佳具體實施例，由該更新區塊管 理器所實施之用於更新一邏輯資料群的處理流程圖。 圖11A為關閉圖10所示之雜亂更新區塊的合併處理的更 詳細流程圖。 圖11B為關閉圖10所示之雜亂更新區塊的緊湊處理的更 98672.doc 1272483 §羊細流程圖。 12B為—列出一邏輯群之該等可能狀態的表格 可能狀態 圖12A為一邏輯群的所有 該等狀態間可能的移轉情形 圖 圖13A為一元區塊的所有可 該等狀態間可能的移轉情形。 群的一實體群。 以及於各種作業下 能狀態，以及於各種作業下 一元區塊係一對應於一邏輯 圖13B為-列出一元區塊之該等可能狀態的表格。 圖14(A)-14(J)為對該邏輯群之狀態以及該實體元區塊所 進行之各項作業的效果的狀態圖。 圖15為用於追蹤已開放及已關閉之更新區塊與已抹除區 塊以進打配置的配置區塊清單（ABL)的結構的較佳具體實 施例。 圖16A為一雜亂區塊索引區段的資料欄位。 圖16B為欲被記錄於一專屬元區塊中的該等雜亂區塊索 引（CBI)區段的範例圖式。 圖16C為存取一正在進行雜亂更新之假定邏輯群中一邏 輯區段的貢料的流程圖。 圖16 D為根據一替代具體貫施例，其中邏輯群已經被分 割成複數個子群，存取一正在進行雜亂更新之假定邏輯群 中一邏輯區段的資料的流程圖。 圖16E為於將每個邏輯群分割成多個子群的具體實施例 中的雜亂區塊索引（CBI)區段的範例及其功能的示意圖。 圖17A為一群位址表（GAT)區段的資料攔位。 98672.doc -72- 1272483 圖17B為欲被記錄於一 GAT區塊中的該等群位址表（GAT) 區段的範例圖式。 圖1 8為針對使用及循環使用已抹除區塊而言，該控制與 目錄資訊的分佈與流動的概略方塊圖。 圖19為邏輯至實體位址變換的處理流程圖。 圖20為於該記憶體管理作業進程中對控制資料結構所實 施的作業的階層示意圖。 、 【主要元件符號說明】 10 主系統 20 記憶體系統 100 控制器 110 介面 120 處理器 121 協同處理器 122 唯讀記憶體 124 非揮發性記憶體 130 隨機存取記憶體 132 快取 134 配置區塊清單（ABL) 136 已清除區塊清單（CBL) 140 邏輯至實體位址變換模組 150 更新區塊管理器 152 循序更新模組 154 雜亂更新模組 98672.doc -73 - 1272483 160 抹除區塊管理器 162 封閉區塊管理模組 170 元區塊連結管理器 180 控制資料交換模組 200 記憶體 210 群位址表（GAT) 220 雜亂區塊索引（CBI) 230 已抹除區塊清單（EBL) 240 MAP 610 配置區塊清單（ABL) 612 已抹除ABL清單 614 開放更新區塊清單 615 原始區塊清單 616 已關閉更新區塊清單 617 已抹除原始區塊清單 620 CBI區塊 700 邏輯群 702 原始區塊 704 雜亂更新區塊 720 G AT區瑰* 740 已清除區塊清單（CBL) 750 MAP區塊 760 抹除區塊管理（EBM)區段 770 已抹除區塊清單（EBL)

98672.doc -74- 1272483 772 可用區塊緩衝器（ABB) 774 已抹除區塊緩衝器（EBB) 776 已清除區塊緩衝器（CBB) 780 MAP區段 782 來源MAP區段 784 目的M A P區段

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Claims (1)

1272483 十、申請專利範圍： 1. -種於被組織成複數個區塊的非揮發性記憶體中儲存且 更新資料的方法，每個區塊均係可—起抹除的複數個記 憶體單位，每個記憶體單位均可用來料—邏輯資料單 位，該方法包括： ' 將資料組織成複數個邏輯群，每個邏輯群均會被分割 成複數個邏輯資料單位，每個邏輯單位均可儲存於一區 塊的記憶體單位之中； 依照第-順序將-假定邏輯群中的所有邏輯單位儲存 於一第一區塊的複數個記憶體單位之中； 依照第二順序將該假定邏輯群中一連串已更新的邏輯 單位儲存於專屬於該假定邏輯群的第二區塊的複數個記 憶體單位之中，直到預設的關閉條件出現關閉該第二區 塊以儲存進一步的更新為止·，以及 響應該欲被關閉之第二區塊進行下面任一項作業： 當該等第二與第一順序相同時，利用該第二區塊來取 代該第一區塊，或者 ‘當該等第二與第一順序不相同時，利用一第三區塊來 取代該第一區塊，該第三區塊已經依照該第一順序進行 合併’其中該假定邏輯群中每個邏輯單位的最新版本係 收集自該等第一與第二區塊。 2.如請求項1之方法，進一步包括： 98672.doc 1272483 響應該欲被關閉之第二區塊且該第二區塊含有少於預 設數量的不同邏輯單位，將來自該第二區塊的每個邏輯 單位的最新版本緊湊處理成一第四區塊；以及 利用該第四區塊作為用於儲存該假定邏輯群之更新的 專屬區塊來取代該第二區塊。 3.如請求項2之方法，其中不同邏輯單位的該預設數量係 该假定邏輯群中之邏輯單位數量的一半。 4·如睛求項丨之方法，其中該關閉的預設條件係當該 區塊滿載時。 5. 如請求項1之方法，其中該關閉的預設條件係，該第二 區塊至目前為止均以和該第一順序相同的順序來儲存該 等：連串更新，但是該等-連串更新中的目前更新卻： 依照該順序，且該第二區塊至少被填充一半。 6. ::奢求項5之方法，其中於依照該第一順序與收集自該 =第與第一區塊之戎假定邏輯群中的每個邏輯單位的 取新版本進行合併之後便可關閉該第二區塊。 7·如請求項丨之方法，其中： ^該將—連串已更新邏輯單位儲存至該第二區塊至目 财為止均以和該第—順序相同的順序來儲存但是該等一 連：更新中的目前更新中的位址跳躍所展開的間隙卻非 依妝该順序時，其更進一步包含： 新以前，先利用拷 的邏輯單位來填充 於儲存該等一連串更新中的目前更 貝自該第一區塊之該位址跳躍所展開 该間隙。 9S672.doc 1272483 8.如請求項1之方法，其中： ==-連串已更新邏輯單位儲存至該第二 均以和該第一順序相同的順序 ::更新Μ目前更新卻非依照該順序時：―: 依照該第二順序來保留被 個已更新邏輯單位的索引。亥弟—區塊中之複數 9·如請求項8之方法，其中會將該 記憶體之中。 ㈢於鑌非揮發性 10 ·如凊求項1之方法，豆 — 本审虹 ’、假疋邏軏群係可同時被該方 法更新的多個邏輯群中的其中一者。 11 ·如睛求項1之方法，苴 ^ 〃中4非揮㉜性記憶體具有複數個 /予勁閘極記憶胞。 12.如請求項1之t '，八中該非揮發性記憶體閃 EEPROM。 、版你厌閃 13 ·如請求頊]Γ、+ , 、 法，其中該非揮發性記憶體係NROM。 14 ·如請求項1之古 之方法，其中該非揮發性記憶體係一記情 ^ 卡。 〜 1 5 ·如讀'求項1 5 1 j / #呈古、中任—項之方法，其中該非揮發性記憶 一 /、可各儲存一位元資料的複數個記憶胞。 16 ·如請求項1 $ ! 1 , 一 中任一項之方法，其中該非揮發性記憶 體具有可各儲存一位元以上資料的複數個記憶胞。 17· -種非揮發性記憶體，其包括： 98672.doc 1272483 一被組織成複數個區塊的記憶體，每個區塊均係可一 起抹除的複數個記憶體單位’每個記憶體單位係用於儲 存一邏輯資料單位； 一控制器，用來控制該等區塊的作業； 該控制器會依照第一順序將其假定邏輯群中的所有邏 輯單位儲存於一第一區塊的複數個記憶體單位之中； 該控制器會依照第二順序將該假定邏輯群中—連串已 更新的邏輯單位儲存於專屬於該假定邏輯群的第二區塊 的複數個記憶體單位之中，直到預設的關閉條件出現關 閉該第二區塊以儲存進一步的更新為止；以及 該控制器會響應該欲被關閉之第二區塊進行下面任一 項作業： 當該等第二與第一順序相同時，利用該第二區塊來取 代该弟一區塊，或者 當該等第二與第一順序不相同時，利用一第三區塊來 取代該第一區塊，該控制器已經依照該第一順序來儲存 該第二區塊，其中該假定邏輯群中每個邏輯單位的最新 版本係收集自該等第一與第二區塊。 18. 如請求項17之非揮發性記憶體，進一步包括： 響應該欲被關閉之第二區塊且該第二區塊含有少於預 設數量的不同邏輯單位，該控制器會將來自該第二區塊 的每個邏輯單位的最新版本儲存至一第四區塊；以及 利用„玄第四區塊作為用於健存該假定邏輯群之更新的 專屬區塊來取代該第二區塊。 98672.doc 1272483 19 ·如請求項1 8之非揮發性記憶體，其中不同邏輯單位的該 預設數量係該假定邏輯群中之邏輯單位數量的一半。 20·如请求項17之非揮發性記憶體，其中該關閉的預設條件 係當該第二區塊滿載時。 21 ·如请求項17之非揮發性記憶體，其中該關閉的預設條件 係，該第二區塊至目前為止均以和該第一順序相同的順 序來儲存該等一連串更新，但是該等一連串更新中的目 前更新卻非依照該順序，且該第二區塊至少被填充一 半。 22·如請求項21之非揮發性記憶體，其中於依照該第一順序 與收集自該等第一與第二區塊之該假定邏輯群中的每個 邏輯單位的最新版本進行合併之後便可關閉該第二區 塊。 23·如請求項丨7之非揮發性記憶體，其中： 當該將一連串已更新邏輯單位儲存至該第二區塊至目 月為止均以和該第一順序相同的順序來儲存但是該等一 連串更新中的目前更新中的位址跳躍所展開的間隙卻非 ‘ 依照該順序時，其更進一步包含： 於儲存該等一連串更新中的目前更新以前，先利用拷 貝自該第一區塊之該位址跳躍所展開的邏輯單位來填充 该間隙。 ' 24·如請求項17之非揮發性記憶體，其中： 二备该將一連串已更新邏輯單位儲存至該第二區塊至目 前為止均以和該第一順序相同的順序來儲存但是該等一 98672.doc 1272483 其更進一步 連串更新中的目前更新卻非依照該順序時 包含： 二區塊中之複數 依照該第二順序來保留被儲存於該第 個已更新邏輯單位的索引。 25·如請求項24之非揮發性記憶體， 該非揮發性記憶體之中。 其中 會將該索引保留於 其中該假定邏輯群係可 中的其中一者。 其中該非揮發性記憶體 其中該非揮發性記憶體 其中該非揮發性記憶體 26.如請求項1 7之非揮發性記憶體， 同時被該方法更新的多個邏輯群 2 7 ·如請求項1 7之非揮發性記憶體， 具有複數個浮動閘極記憶胞。 2 8 ·如凊求項17之非揮發性記憶體 係快閃EEPROM。 2 9 ·如請求項17之非揮發性記憶體 係 NROM。 3 0 ·如睛求項17之非揮發性記+咅辦 , 尸平知丨王圯體，其中該非揮發性記憶體 係一記憶卡。 3 1 ·如凊求項17至3 0中任一頊之非播代α ^ 貝之非揮發性記憶體，其中該非 •揮發性記憶體具有可久辟+ ^ 口錯存一位元資料的複數個記憶 胞0 32·如請求項17至30中任一頊夕非按於u ^ 朴丄 貝之非揮發性記憶體，其中該非 揮發性§己憶體具有可久y- 、,j谷儲存一位元以上資料的複數個記 憶胞。 98672.doc