WO2005022393A1

WO2005022393A1 - 不揮発性記憶装置及びその書込み方法

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Publication number: WO2005022393A1
Application number: PCT/JP2004/012714
Authority: WO
Inventors: Toshiyuki Honda
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co., Ltd.
Priority date: 2003-08-29
Filing date: 2004-08-26
Publication date: 2005-03-10
Also published as: CN100511181C; TWI354893B; CN1846199A; JPWO2005022393A1; EP1659497A4; US20070276986A1; TW200511012A; US7987314B2; JP4667243B2; EP1659497A1

Abstract

半導体メモリカードの大容量化に伴い、外部のデータ管理サイズと半導体メモリカードの内部のデータ管理サイズとが異なることによって書き込みに長時間がかかるという欠点を解消する。不揮発性記憶装置内の物理ブロックサイズにかかわらず、外部で管理されているサイズに応じた部分物理ブロックを用いる。部分物理ブロック単位でデータを書き込み、物理ブロック単位で消去ブロックを確保することにより書き込みの高速化を図ることができる。

Description

明細書不揮発性記憶装置及びその書込み方法技術分野

本発明は書き換え可能な不揮発性メモリを有する不揮発性記憶装置及びその書込み方法に関するものである。背景技術

書き換え可能な不揮発性メモリを有する半導体メモリは、メモリカードとして需要が広まっている。そのメモリカードに主に使用されている不揮発性メモリである NAND型フラッシュメモリは、 1 6 KBを消去単位としてきた。そのためにメモリカードを使用する外部ホスト機器は 1 6 KBというサィズを書き込みの管理単位として使用している。

しかし、近年メモリカードの容量の増加のために、内蔵する NAND型フラッシュメモリ容量も増加し、それに伴い消去単位を 1 2 8 KBとした NA ND型フラッシュメモリが提案されている。しかし、メモリカードを使用する外部ホスト機器からの 1 6 KB単位での書き込みに対して、メモリカード内部のコントロ一ラでは NAND型フラッシュメモリの消去単位である 1 2 8 KB単位として扱うために、ホスト機器からみて相対的に 1 6 KB単位の書き込みに要する時間がかかるという欠点があった。

次に従来の半導体メモリカードについてより具体的に説明する。第 1図は従来のメモリカード 1 0 0を示す図であり、コントローラ 1 0 1と不揮発性メモリであるフラッシュメモリ FM 0〜FM 3が設けられている。各フラッシュメモリ FM0〜FM3は夫々例えば 1 2 8MBの容量を有しており、有効データ領域として 5 0 0 MBのメモリカードを構成している。又コント口 —ラ 1 0 1は第 1図に示すように、 CPU 1 1 1、 2 KBの容量を持つ一時退避バッファ 1 1 2、 5 1 2 Bの容量を持つデータ転送バッファ 1 1 3、 1 2ビットで 4 KWo r d構成、即ち 6 KBの容量を持つァドレス変換テープル 1 14、及び 1ビットで 4KWo r d構成、即ち全 5 1 2 Bの容量を持つエントリテーブル 1 1 5によって構成されている。

さてフラッシュメモリ FM0〜FM3は第 1図に示すように、夫々 1 2 8 MBの容量を持っている。各フラッシュメモリ FM0〜FM3は第 2図（a ) に示すように、夫々が 1 2 8 KBの容量を持つ 1 0 24の物理プロック（ P B 0〜PB 1 0 2 3 ) によって構成される。これによつてメモリカード 1 0 0の不揮発性メモリの全容量は 5 1 2 MBとなる。このうちホスト機器 1 0 2がデータ領域として使用できる容量は 5 0 0 MBである。

第 2図（b) はフラッシュメモリ内の 1つの物理ブロック PB i ( i = 0 〜 1 02 3 ) の構成を示している。物理プロックは物理ページ P P 0〜PP 6 3までの 64の物理ページから成り立つている。各物理ページは第 3図に示すように、 2 KBの容量を持つデータ領域と、 64 Bの容量を持つ管理領域から成り立つている。

さてこのメモリカード 1 0 0は外部のホスト機器 1 0 2から見て 500M Bのメモリ容量があり、第 4図に示すような論理マップによって論理ァドレスが割り付けられる。即ち 5 0 0 MBのデータ領域は論理ブロック L B 0から論理ブロック L B 3 9 9 9まで 40 0 0の論理ブロック（LB) に分割され、各論理ブロックが 1 2 8 KBの容量を持つ。この論理ブロックアドレスはホスト機器が指定するアドレスと対応している。

第 1図に示すアドレス変換テーブル 1 14は論理グループを示す論理アドレスが与えられたときに、フラッシュメモリとその中の物理プロックを指定するものである。このうち最初の 2ビットはフラッシュメモリ FM0から F M 3のどれかを示すビット、続く 1 0ビットはそのフラッシュメモリ内のどの物理ブロックかを示すビットである。又エントリテーブル 1 1 5は、 40 9 6の物理プロックに対応した 1ピット構成のフラグから成るテーブルである。このフラグは消去済みであれば 1、書込み済みの場合は 0とする。

次にデータの読み出し処理について、第 5図のデータ読み出しの概略図を用いて説明する。ホスト機器 1 0 2からの論理アドレス（L A) のうち、 1 2 8 K B単位のアドレスを論理ブロックアドレス（L B A) 、 1 2 8 K B未満のアドレスを論理ページアドレス（L P A) とする。論理ブロックァドレスを元にァドレス変換テーブル 1 1 4から物理プロック P Bを指定し、これを読み出し元物理ブロックとする。そして読み出し元物理ブロックの論理べージァドレスのデータを読み出してデータ転送バッファ 1 1 3を介してホスト機器 1 0 2に転送する。そして読み出しが終了したかどうかをチェックし、終了していなければ論理ページアドレスがブロック内で最終となったかどうかをチェックする。最終でなければ論理ページァドレスをインクリメントし、同様の処理を繰り返す。論理ページアドレスがブロック内で最終となれば、論理ページアドレスを 0とし、論理ブロックアドレスをインクリメントして同様の処理を繰り返す。こうすれば指定された論理ァドレスからデータを読み出すことができる。

次に書込みの処理について第 6図のフローチャートを用いて説明する。デ —夕を書込む際には、まずステップ S 3 0 1においてホスト機器 1 0 2からの論理ァドレス L Aのうち、 1 2 8 K B単位のァドレスを論理ブロックァドレス（L A B ) とし、 1 2 8 K B単位未満のアドレスを論理ページアドレス ( L P A) に分ける。次いでステップ S 3 0 2においてエントリテーブルを検索し、消去済みの物理ブロックを得て書込み先物理ブロック（P B ) とする。そしてエントリテ一ブル 1 1 5の該当ビットを書込み済み「0」に更新する。次いでステップ S 3 0 3に進んで論理ページァドレス L P Aが 0かどうかをチェックし、 0でなければ後述する前半巻き込み処理を行う（ステツプ S 3 0 4 ) 。論理ページアドレスが 0であれば、この処理を行うことなくステップ S 3 0 5に進む。そしてステップ S 3 0 5において、ホスト機器 1 0 2からの書込みデ一夕をページバッファを介してフラッシュメモリに転送し、書込み先物理ブロックの論理ページアドレスに書込む。このとき管理領域に書込むための管理情報を同時に書込んでおく。そしてステップ S 3 0 6 において書込みを終了したかどうかをチェックし、終了していなければステップ S 3 0 7において論理ページアドレス（L P A) がブロック内の最終かどうかをチェックする。最終でなければステップ S 3 0 8において論理べ一ジアドレス L P Aをインクリメントし、ステップ S 3 0 5に戻る。論理べ一ジァドレスが最終ブロックであれば、ステップ S 3 0 9において消去とテーブル更新を行い、ステップ S 3 1 0において論理ページァドレス L P Aを 0 、論理ブロックアドレス L B Aをインクリメントして、ステップ S 3 0 2に戻る。又ステップ S 3 0 6において書込みが終了すれば、ステップ S 3 1 1 において論理べ一ジァドレスがブロック内最終かどうかをチェックする。最終でなければステップ S 3 1 2において後半の巻き込み処理を行い、ブロック内で最終であれば、この処理を行うことなくステップ S 3 1 3に進んで消去とテーブル更新を行って処理を終える。

このように従来の不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法によれば、第 7 図に示すように読出し元物理ブロック 1 2 0が 1 2 8 K Bあり、そのうちのホスト機器が管理する 1 6 K Bの新しいデータ 1 2 2を書込む場合であっても、書込み先物理ブロック 1 2 1は 1 2 8 K B単位で書き込みを行う。読出し元物理ブロック 1 2 0のうち物理ブロックに書込まない前半の領域 1 2 0 一 1については、前半巻き込み処理によってフラッシュメモリの書込み先物理プロック 1 2 1— 1にコピーする。同様に後半の領域 1 2 0— 2についても、後半の巻き込み処理によって書込みページァドレス以降の論理ページァドレスについて書込み先物理ブロック 1 2 1— 2にコピーする。従って従来のデータ書き込み処理によれば、第 7図に示すように外部のホス卜機器で管理されているデータ処理単位が 1 6 K Bであっても、書き込み先の物理ブロック単位で書き込まれることとなる。

このように従来の不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法によれば、フラッシュメモリの消去サイズより小さなデータを書込むときに、メモリカード内部においてはフラッシュメモリの消去サイズと同等のデータを書き込むため、書き込み速度が低下するという欠点があった。

本発明はこのような従来の問題点に鑑みてなされたものであって、書き込みの単位を小さくして高速で書き込みを行うことができるようにすると共に、書込まれたデータを集約することによって消去済みのブロックを確保し、確保した消去済みの領域を次の書込みを容易に行えるようにすることを目的とする。発明の開示

この課題を解決するために、本発明は、不揮発性メモリと、コントローラと、を有し、外部から与えられる論理アドレスに基づいて前記不揮発性メモリにデ一夕を書き込み、及び読み出す不揮発性記憶装置であって、前記不揮発性メモリは、複数の物理ブロックから成り、前記各物理ブロックは複数の部分物理プロックから成るものであり、外部からは、一連の論理グループアドレスと各論理グループに属する一連の論理プロックアドレスを含む論理ァドレスが与えられるものであり、前記コントローラは、外部から与えられる論理ァドレスのうち論理グループアドレスをその論理グループが属する論理ブロックが記録される物理ブロックアドレスに変換するアドレス変換領域、及びある論理グループのデータが複数の物理ブロックに重複して記録された場合に、重複して記録されている物理ブロックアドレスを示す重複ァドレス登録領域を有するアドレス変換テーブルと、各物理ブロックについて書き込み済み及び消去済みのいずれかを示すエントリテーブルと、を有し、書き込みのためのデ一夕とその論理ァドレスとが外部から与えられたときに、未書き込みの領域に部分物理ブロックの単位で当該データを書き込むと共に、前記ァドレス変換テ一ブルのァドレス変換領域にその論理ブロックが属する論理グループに対してその書き込み先物理ブロックアドレスを登録し、そのァドレス変換領域に他の物理ブロックアドレスが既に登録されていれば重複ァドレス登録領域にその物理ブロックアドレスを登録することを特徴とする。このような特徴を有する本発明によれば、データ書き込みの際の書き込み単位をホスト機器で用いられているデ一夕書き込み単位と同一とし、しかもメモリカード内の不揮発性メモリの消去単位が大容量化により拡大した場合であっても外部ホスト機器からみたデータの書き込みを短時間で行うことができる。又書き込み領域のうちの一部が使用されている場合であっても、消去済みのブロックの確保処理を行うことによつて書き込み可能な領域を形成することができるという効果が得られる。図面の簡単な説明

第 1図は従来の不揮発性メモリの構成を示す図である。

第 2図は従来のフラッシュメモリ、及びその物理プロックの構成を示す図である。

第 3図は従来の物理プロックに書き込まれる論理ページの構成を示す図である。

第 4図は従来の論理プロックの構成を示す図である。

第 5図は従来の不揮発性メモリのデータ読み出し時の動作を示す概略図である。

第 6図は従来の不揮発性記憶装置のデータ書き込み処理を示すフローチヤ —卜である。

第 7図は従来のデータ書き込み時の動作を示す概略図である。

第 8図は本発明の実施の形態 1による不揮発性記憶装置の全体構成を示すブロック図である。

第 9図は実施の形態 1によるフラッシュメモリとその物理ブロックの構成を示す図である。

第 1 0図は実施の形態 1による論理グループの構成を示す図である。第 1 1図は実施の形態 1によるアドレス変換テーブルの構成を示す図である。

第 1 2図は実施の形態 1による物理ページ内の論理ページの構成を示す図である。

第 1 3図は実施の形態 1によるテーブル初期化処理を示すフローチャートである。

第 1 4図は実施の形態 1によるアドレス変換テーブルの登録処理を示すフ口—チヤ—卜である。第 1 5図は実施の形態 1によるアドレス変換テーブルの修正処理を示すフ口一チャートである。

第 1 6図は実施の形態 1によるデータ読み出し処理を示すフローチヤ一卜である。

第 1 7図は実施の形態 1によるデータ読み出し処理の動作を示す概略図である。

第 1 8図は実施の形態 1によるデータ書き込み処理（その 1 ) を示すフロ —チヤ一卜である。

第 1 9図は実施の形態 1によるデータ書き込み処理（その 2 ) を示すフロ —チヤ一卜である。

第 2 0図は実施の形態 1による重複ァドレス登録処理を示すフローチヤ一卜である。

第 2 1図は実施の形態 1による消去ブロック確保処理を示すフロ一チヤ一トである。

第 2 2図は実施の形態 1による消去ブロック確保処理をする前の第 1の例を示す図である。

第 2 3図は実施の形態 1による第 1の例の消去ブロック確保処理後の状態を示す図である。

第 2 4図は実施の形態 1による消去ブロック確保処理をする前の第 2の例を示す図である。

第 25図は実施の形態 1による第 2の例の消去ブロック確保処理後の状態を示す図である。

第 26図は実施の形態 1による前半巻き込み処理を示すフローチャートである。

第 27図は実施の形態 1による後半巻き込み処理を示すフローチャートである。

第 28図は実施の形態 1による消去とテーブル更新の処理を示すフローチャ一トである。

第 29図は実施の形態 1によるデータ書き込み処理の動作を示す概略図である。

第 30図は本発明の実施の形態 2による論理グループの構成を示す図である。発明を実施するための最良の形態

(実施の形態 1 )

第 8図は本発明の実施の形態 1によるメモリカードの構成を示すブロック ' 図である。本図に示すように、メモリカード 1はコントローラ 2及び不揮発性メモリ、例えば 1 28 MBの容量を持つフラッシュメモリ FM0〜FM3 によって構成されている。コントローラ 2は CPU 1 1、 2KBの容量を持つ一時退避バッファ 1 2、 5 1 2 Bの容量を持つデータ転送バッファ 1 3、 1 5ビッ卜で 4KWo r dの構成、即ち 7. 5 K Bの容量を持つアドレス変換テーブル 14と、 1ピットで 4KWo r dの構成、即ち 5 1 2 Bの容量を持つエントリテーブル 1 5によって構成されている。

さてフラッシュメモリ FM0〜FM3は第 8図に示すように、夫々 1 28 MBの容量を持っている。各フラッシュメモリ FM0〜FM3は第 9図（a ) に示すように、夫々が 1 28 KBの容量を持つ 1 024の物理ブロック（ PB 0〜PB 1 023 ) によって構成される。これによつてメモリカード 1 の不揮発性メモリの全データ容量は 5 1 2MBとなり、このうち外部からデ一夕領域として使用できる容量は 500 MBである。

第 9図（b) はフラッシュメモリ内の 1つの物理ブロック PB i ( i = 0 〜 1 02 3 ) を示している。ここで物理ブロックは 64の物理ページ P P 0 〜P P 63から成り立つている。そしてその中の各 8ページ、即ちホスト機器での管理サイズに等しい 1 6 KB分を、部分物理ブロック P P Bとする。例えば P P 0〜P P 7までを部分物理プロック P P B 0とする。即ち物理ブロック P B iは夫々 8つの部分物理ブロックから成り立つている。ここで部分物理ブロック P PBは後述する論理ブロックと同一のサイズであり、論理ブロックのデータを書込む領域である。又物理ページがデータの書込み単位となっている。

さてこのメモリカード 1は外部のホスト機器 3から見て 500 MBのメモリ容量があり、第 1 0図に示すような論理マップによって論理ァドレスが割り付けられる。即ち 500 MBのデータ領域は論理グループ L G 0から論理グループ L G39 9 9まで 4000の論理グループ（L G) に分割され、各論理グループが 1 28 KBのデータ容量を持つ。そして各論理グループは 1 6 KBのデータ容量単位の 8つの論理ブロック（LB) に分割される。論理プロック L Bは図示のように L G 0〜LG 3 1 999までの一連の番号が割り当てられている。この論理アドレスはホスト機器が指定するアドレスと対応している。そして異なる論理グループのデータは必ず物理的に異なる消去単位（物理ブロック）に含まれる部分物理ブロックに配置される。又各論理ブロックは夫々 1つの部分物理ブロックに配置される。部分物理ブロックの 8つの物理べ一ジは夫々 8つの論理べ一ジに対応し、各物理ページは 2 KB の容量を持つデータ領域と、 64 Bの容量を持つ管理領域から成り立つている。物理ページのデータの構成は後ほど第 12図で示すが、データ領域と管理領域ともに連続した領域を占有せず、複数の領域に離散して構成される。第 1 1図はァドレス変換テーブル 14を示すブロック図である。本図に示すように、アドレス変換テーブル 14は論理グループを示す論理ァドレスが与えられたときに、フラッシュメモリとその中の物理ブロック及びその部分物理ブロックを指定する 1 5ビットのァドレス変換領域 AC R 14 aが設けられる。このうち最初の 2ビットはフラッシュメモリ FM0から FM3のどれかを示すビット、続く 1 0ビットはそのフラッシュメモリ内のどの物理ブロック PBかを示すビット、続く 3ビットはその物理プロック内のどの部分物理ブロック PPBかを示すビットである。アドレス変換テ一ブル 14のァドレス変換領域 14 aを除く空き領域の一部には、重複アドレス登録領域 O ARR 14 bが設けられる。ある論理グループのデータが複数の物理ブロックにまたがって記録されることがあるので、そのときに重複ァドレス登録領域 14 bに登録される。重複アドレス登録領域 14 >は1 6の領域を持ち、各領域は重複部分物理ブロックアドレス OPPBA 1 5ビット、重複論理グループアドレス OLGA 1 2ビッ卜から成り立つている。重複ァドレス登録領域 14 bにおいて、重複部分物理ブロックアドレスの無効値を 0とする。フラッシュメモリ FM0の先頭の物理ブロック PB 0に含まれる部分物理ブロック P PB 0は固定したデータを書き込む領域として予定されているので、重複部分物理ブロックァドレスとしてとり得る有効な値は 8〜 32767 である。又、重複論理アドレスの無効値は 4095としている。重複論理ァドレスとしてとり得る値は外部のホスト機器 3が指定できる論理グループの 0〜3999である。後述するァドレス変換テーブル修正フローの処理を終えた後は、重複ァドレス登録領域 14 bの重複部分物理プロックアドレスの下位 3ビットは全て 1となる。尚、ここではアドレス変換領域に論理グループアドレス毎に部分物理ブロックアドレスを登録しているが、部分物理プロックァドレスに代えて物理ブロックァドレスを登録するようにしてもよい。又重複アドレス登録領域には、単に重複している物理ブロックを示す物理ブロックアドレスを登録するだけでもよい。物理ブロックアドレスがわかれば、その物理ブロック内の部分物理プロックを検索することにより最新の部分物理ブロックァドレスを得ることができ、その物理ブロックアドレスの管理領域を読み出すことにより論理グループアドレスを得ることができる。次に各物理ページに書き込まれる論理ページの構成を第 1 2図に示す。論理ページはブロック管理領域 B M Rの 2 4バイトに続いて、セクタデータ領域 S D R 5 1 2バイト、セクタ管理領域 S M R 8パイ卜が交互に連続する構成となっており、最後にページ管理領域 P M R 8バイトが設けられる。セク夕データ領域 S D Rは 4つで、計 2 Kバイ卜のデータ領域を構成している。又ブロック管理領域には、論理ブロックアドレス L B A、アドレステーブル A T、リングカウン夕、アドレス管理領域が設けられている。ここでァドレステーブル A Tは、この論理ブロックが属する論理グループに含まれる 8つの論理プロックが書き込まれた部分物理ブロックのァドレスを示している。この内容は同一の論理プロックに属する各論理ページ毎に同一である。ァドレステーブルは各 1 5ビッ卜で表現されるので、例えばその 1 6ビット目を用いてこの論理ページが消去済みかどうかを知ることができるようにしている。またリングカウンタはァドレステーブルの新旧を判別するためのカウンタであり、ァドレステーブルの更新毎にィンクリメントされる。

又第 8図に示すエントリテーブル 1 5は 4 0 9 6の物理ブロックに対応した 1ビット構成のフラグから成るテーブルである。このフラグは消去済みであれば 1、書込み済みの場合は 0とする。

ここでコントローラ 2の C P U 1 1は、重複アドレス変換領域に登録可能な空きがないときにァドレス変換テーブル 1 4の重複ァドレス登録領域 1 4 bを参照し、複数の物理ブロックに重複して記録されている論理グループのデータについていずれかの物理ブロックに当該論理グループのデータを集約することによつて消去プロックを確保する消去ブロック確保手段の機能を有している。消去ブロック確保手段は、全ての部分物理ブロックが消去済みとなっている物理ブロックがない場合に消去ブロックを確保することとしてもよい。

次にテーブルの初期化処理について第 1 3図のフローチャートを参照しつつ説明する。初期化処理は、電源投入後に不揮発性メモリの状態に応じてァドレス変換テーブル 1 4、エントリテ一プル 1 5を作成する処理である。まずステップ S 1 1においてエントリテーブル 1 5の全データを 0とする。そしてアドレス変換テーブル 1 4の全データを無効アドレスとする。ここで無効アドレスは 0とする。有効アドレスは 8〜 3 2 7 6 7である。次いでフラッシュメモリ F Mのポインタを 0とし（ステップ S 1 3 ) 、ステップ S 1 4 において物理ブロック P Bのポインタを 0とする。次いでステップ S 1 5において指定されている物理ブロックのページ 0の管理領域から論理ブロックアドレスを読み出し、そのブロックが消去済みかどうかをチェックする。消去済みであればエントリテーブル 1 5に消去済みであるように登録し（ステップ S 1 7 ) 、消去済みでなければステップ S 1 8においてアドレス変換テ一ブル 1 4に登録する。この処理については後述する。次いでステップ S 1 9において最終物理ブロックかどうかをチェックし、最終物理ブロックでなければステップ S 2 0において物理プロックのボインタをインクリメントし、ステップ S 1 5に戻る。又ステップ S 1 9において最終物理ブロックであれば、ステップ S 2 1に進んで最終フラッシュメモリかどうかをチェックする。最終フラッシュメモリでなければ、ステップ S 2 2においてフラッシュメモリのポインタをインクリメントし、ステップ S 1 4に戻る。ステップ S 2 1において最終フラッシュメモリであれば、ステップ S 2 3に進んで後述するアドレス変換テーブルの修正処理を行って処理を終える。

次にステップ S 1 8のアドレス変換テーブル 1 4への登録について第 1 4 図のフローチャートを用いて説明する。第 1 4図においてアドレス変換テーブルの登録を開始すると、まずステップ S 3 1においてテーブルオフセットページ（T O P ) を 5 6とする。次いでステップ S 3 2において物理ブロックのテーブルオフセットページの管理領域の論理ブロックァドレスを読み出す。そしてステップ S 3 3において、このページが消去済みかどうかをチェックし、消去済みであればテーブルオフセットページ T O Pを一 8とし（ステツプ S 3 4 ) 、ステップ S 3 2に戻る。又消去済みでなければ、ステップ S 3 5に進んで物理プロックのテーブルオフセッ卜ページから読み出した論理グループアドレスに対応するアドレス変換テーブルの値を読み出す。そしてステップ S 3 6において読み出した論理ァドレスに対応するアドレス変換テーブルのデータが登録済みか未登録かを判定する。これが無効ァドレス 0 であれば未登録と判定する。そしてステップ S 3 7において、アドレス変換テーブル 1 4の変換領域 1 4 aより読み出した論理ブロックアドレスに属する論理ダル一プアドレスに対応する位置に、読み出し対象である部分物理ブロックのァドレスを登録する。ステップ S 3 6において有効ァドレスが登録済であれば、ステップ S 3 6から S 3 8に進む。そしてアドレス変換テープル 1 4の重複ァドレス登録領域 1 4 bに、読み出し対象である部分物理プロックのァドレスと物理ブロック管理領域から読み出した論理ダル一プアドレス L G Aの値を登録する。

次にステップ S 2 3のァドレス変換テーブル修正処理について第 1 5図のフローチャートについて説明する。ァドレス変換テーブルの修正処理とは、同一の論理グループに属する論理ブロックのデータが複数の物理ブロックに離散して配置されている場合に、新しい書き込みのあった部分物理ブロックのアドレスをアドレス変換領域 1 4 aに、古い書き込みの部分物理ブロックを重複ァドレス登録領域 1 4 bに登録するように修正する処理である。まずステップ S 4 1においてボイン夕 i を 0とし、ステップ S 4 2においてアドレス変換テーブル 1 4の重複アドレス登録領域 1 4 bの i番目の論理グループアドレス L G Aと部分物理ブロックァドレス P P B Aとを得る。次いでステツプ S 4 3においてこれが有効値かどうかを判別する。有効値であればステツプ S 4 4に進んで i番目の部分物理プロックの任意のページの管理領域を読み出し、リングカウンタ値を得る。次いでステップ S 4 5において、 i 番目の論理ァドレスを元にァドレス変換テーブル 1 4のァドレス変換領域 1

4 aから対応する部分物理ブロックのァドレスを得る。さらにステップ S 4 6において i番目の論理ァドレスに対応する部分物理ブロックアドレスの管理領域を読み出し、リングカウンタ値を得る。そしてステップ S 4 7において、リングカウンタ値によって重複アドレス登録領域のテーブルの方が新しいかどうかを判定する。これが新しければ、ステップ S 4 8において i番目の部分物理ブロックと i番目の論理ァドレスに対応する部分物理ブロックァドレスとを入れ替える。一方ステップ S 4 7においてテーブルが新しくなければ、この処理を行うことなく、ステップ S 4 9に進んでポインタ iが 1 5 かどうかをチェックし、 1 5でなければ iをインクリメントし（ステップ S

5 0 ) 、ステップ S 4 2に戻る。ポインタ iが 1 5となっていれば処理を終了する。こうすればァドレス変換テ一ブル 1 4の修正を行うことができる。次にデータの読み出し処理について、第 1 6図のフローチャート、及び第 1 7図のデ一夕読み出しの概略図を用いて説明する。ステップ S 5 1においてホスト機器 3からの論理アドレスのうち、 1 2 8 K B単位のアドレスを論理グループアドレス L G A、 1 6 K B単位のァドレスを論理ブロックァドレス L B A、 1 6 K B未満のアドレスを論理ページアドレス L P Aとする。次いでステップ S 5 2に進んで、論理グループアドレスを元にアドレス変換テ一ブル 1 4から得られた部分物理プロックをテーブル部分物理ブロック T P P Bとする。次いでステップ S 5 3において、テーブル部分物理ブロックの任意のページのァドレステーブルを読み出し、論理ブロックァドレスのデー夕が書込まれている部分物理ブロックを読み出し元部分物理ブロックとする。ステップ S 5 4において読み出し元部分物理ブロックの論理ページアドレスのデ一夕を読み出してデータ転送バッファ 1 3を介してホスト機器 3に転送する。そしてステップ S 5 5において読み出しが終了したかどうかをチェックし、終了していなければステップ S 5 6において論理ページァドレスがブロック内で最終となったかどうかをチェックする。最終でなければ論理べ —ジアドレス L P Aをインクリメントし（ステップ S 5 7 ) 、ステップ S 5 4に戻って同様の処理を繰り返す。論理ページァドレスがブロック内で最終となれば、ステップ S 5 8において論理ブロックアドレスが論理グループ内で最終かどうかをチェックする。最終でなければ論理ページァドレスを 0とし、論理ブロックアドレスをィンクリメントする（ステップ S 5 9 ) 。そしてステップ S 5 4に戻って同様の処理を繰り返す。論理ブロックアドレスが論理グループ内で最終であれば、ステップ S 6 0に進んで論理ページァドレスを 0、論理プロックアドレス及び論理グループアドレスをインクリメントしてステップ S 5 2に戻る。こうすれば指定された論理ページァドレスからデータを読み出すことができる。

次いで第 1 8図、第 1 9図を用いてデータ書き込み処理について説明する。データ書き込み処理を開始すると、まずステップ S 6 1においてホスト機器 3からの論理ァドレスのうち 1 2 8 K B単位のァドレスを論理ダル一プアドレス L G A、 1 6 K B単位のアドレスを論理ブロックアドレス L B A、 1 6 K B未満のアドレスを論理ページアドレス L P Aとする。次いでステップ S 6 2に進んで、論理グループアドレスを元にァドレス変換テーブルから得られる部分物理プロックをテーブル部分物理プロック T P P Bとする。次いでステップ S 6 3に進んで、テーブル部分物理ブロックの任意のページのァドレステーブルを読み出して保持する。そしてステップ S 6 4に進んでテ一ブル部分物理プロックのアドレスが物理プロック P B内の最終部分物理プロックかどうかをチェックする。最終部分物理ブロックでなければ、ステップ

S 6 5に進んで、テーブル部分物理プロックのァドレスの次の部分物理プロックを書き込み先部分物理プロック P P Bとする。一方ステップ S 6 4において最終部分物理ブロックであれば、ステップ S 6 6において後述する重複アドレス登録処理をする。そしてステップ S 6 7においてエントリテーブル 1 5を検索し、消去済みの物理ブロックを得て、ぞの先頭の部分物理プロックを書き込み先部分物理プロック P P Bとする。更にェン卜リテーブルのその物理ブロックの当ビットを書き込み済み「0」に更新する。こうして書き込み先部分物理ブロックを決めた後、ステップ S 6 8において、アドレステ —ブルのうち論理ブロックァドレスに対応するァドレスを読み込み元部分物理ブロックとして保持する。そしてステップ S 6 9において、アドレステーブルに読み込み元部分物理ブロックと同じ物理ブロックに属する部分物理ブロックがあるかどうかをチェックする。これはその部分物理ブロックが最後の部分物理ブロックか否かを検出するものである。これがなければステツプ S 7 0において読み込み元部分物理ブロックと同じ物理ブロックに属する部分物理ブロックは消去してもよいので、これを消去予定物理ブロックとして保持する。ステップ S 6 9においてこれに相当する部分物理ブロックがなければ、ステップ S 7 0の処理を行うことなくステップ S 7 1に進んで、コントローラの内部においてァドレステーブルのうち論理ブロックアドレスに対応するァドレスを書き込み先部分物理プロックに差し替える。

次いで第 1 9図において論理べ一ジァドレス L P Aが 0かどうかをチエツクし、 0でなければ後述するように、前半巻き込み処理を行う（ステップ S 7 3 ) 。論理ページアドレスが 0であれば、この処理を行うことなくステツプ S 7 4に進んで、ホス卜機器 3からの書き込みデータをデータ転送パッファ 1 3を介してフラッシュメモリに転送する。そして書き込み先部分物理ブロックの論理ページァドレスに書込む。このとき管理領域に書込む管理情報も同時に書込む。そしてステップ S 7 5において書込みを終了したかどうかをチェックし、終了していなければステップ S 7 6において論理ページァドレスが論理ブロック内の最終ページかどうかをチェックする。最終でなければステップ S 7 7において論理ページアドレスをインクリメントし、ステツプ S 7 4に戻る。論理ブロック内の最終ページであれば、ステップ S 7 8において消去とテーブルの更新処理を行う。次いでステップ S 7 9において論理ブロックァドレスが論理グループ内の最終かどうかをチェックし、最終でなければステップ S 8 0において論理ページァドレスを 0とし、論理プロックアドレスをインクリメントする。次いでステップ S 8 1においてテーブル部分物理プロックに書き込み先部分物理プロックのアドレスを入れる。そして第 1 8図のステップ S 6 4に戻って同様の処理を繰り返す。又ステップ S 7 9において論理ブロックアドレスが論理グループ内の最終であれば、ステップ S 8 2において論理ページアドレスを 0、論理ブロックアドレスと論理ダル一プアドレスをィンクリメントし、ステップ S 6 2に戻る。そしてステップ S 7 5において書き込み処理が終了すれば、ステップ S 8 3において論理ぺ一ジァドレスが論理ブロック内の最終かどうかをチェックする。最終でなければステップ S 8 4において後半巻き込み処理を行う。論理ページァドレスがブロック内で最終であれば、ステップ S 8 5において消去とテーブル更新を行って処理を終える。

次いでステップ S 6 6の重複ァドレス登録処理について第 2 0図を用いて説明する。重複アドレス登録処理では、ステップ S 9 1において重複アドレス登録領域の登録状況を確認する。そして空き領域があるかどうかを判別し、空き領域がなければ後述する消去ブロック確保の処理を行う（ステップ S 9 3 ) 。空き領域があればステップ S 9 4において、重複アドレス登録領域の空き登録領域の重複部分物理ブロックアドレスにテーブル部分物理ブ口ックを、重複論理グループアドレスに論理グループアドレスを書込む。

次にステップ S 9 3の消去プロックの確保処理について、第 2 1図のフロ —チャートを用いて説明する。まずステップ S 1 0 1において、重複アドレス登録領域 1 4 bの有効ァドレスを検索し、 1組の重複部分物理ブロックァドレスと重複論理ダル一プアドレスとを得る。そしてそれらを解消部分物理ブロックアドレス、及び解消論理グループアドレスとする。次いでステップ S 1 0 2において、解消論理ダル一プアドレスを元にァドレス変換テーブルのァドレス変換領域から対応する部分物理ブロックアドレスを得て解消テーブル部分物理ブロック（解消 T P P B ) とする。そしてステップ S 1 0 3において、解消テーブル部分物理ブロックの任意のページよりアドレステープルを読み出す。ステップ S 1 0 4において、解消テーブル部分物理ブロックに属する物理ブロックのうち、既に書き込まれている部分物理ブロックは全てァドレステ一ブルに書き込まれているかどうかをチェックする。この処理は解消テーブル部分物理ブロックの属する物理ブロックに有効なデータを全て集めることができるかどうかを判定している。これが Y E Sであれば、ステツプ S 1 0 5において、解消テーブル部分物理ブロックの次の部分物理ブロックを解消書き込み先部分物理ブロックとする。ステップ S 1 0 4において N Oであれば、ステップ S 1 0 6に進んで、新たな物理ブロックに全てのデータを書き込む。即ちェントリテーブルを検索して消去済の物理ブロックを得る。そしてその先頭の部分物理ブロックを解消書き込み先部分物理プロックとする。そしてエントリテーブルの該当ビットを書き込み済み「0」に更新する。次いでこれらのいずれかの処理を行った後、ステップ S 1 0 7に進んで、ァドレステ一ブルのうち解消書き込み先部分物理ブロックの属する物理プロックにないデータを、順に解消書き込み先物理プロックにコピーする。その際アドレステーブルとアドレス変換テーブルのアドレス変換領域についても順次アップデートする。次いでステップ S 1 0 8に進んで、重複ァドレス登録領域のうち解消論理ダル一プアドレスと一致する重複グループアドレスを持つ組の重複部分物理ブロックの属する物理ブロックのデータを消去し、重複部分物理ブロックアドレス O P P Bと重複グループアドレス 0 G Aとを無効化する。これは 3以上の物理ブロックに渡って重複が生じていることもあるので、これを解消するためである。次いでステップ S 1 0 9において、消去に対応してェントリテーブルの重複部分物理プロックアドレスに該当するデータを消去済みに更新して処理を終える。

次にこの消去ブロック確保の処理の例について、第 2 2図，第 2 3図に沿つて説明する。第 2 2図は消去ブロックを確保する前の物理ブロック P B 1 0 0と P B 1 0 1との例を示している。この図に示すように、物理ブロック P B 1 0 0は部分物理ブロックとして P P B 8 0 0〜 8 0 7を有しており、物理ブロック P B 1 0 1は部分物理ブロック P PB 808〜8 1 5を有している。そして論理グループ L G 0の論理ブロック L B 0〜 7のデータが一旦物理プロック P B 1 00に書き込まれ、その後論理グループ L G 0の論理ブロック LB 0〜6は更新されて、物理プロック P B 1 0 1の部分物理プロック P P B 808〜 8 14に書き込まれている。このため物理ブロック P B 1 00のうち、部分物理ブロック P PB 800〜806のデータは無効化されている。第 22図ではこれをハッチングで示している。この場合には物理ブロック P B 1 0 1の部分物理プロック PPB 8 1 5は未書き込みの領域である。この消去ブロック確保前のアドレス変換テーブル 14とエントリテ一ブル 1 5の状態も第 22図に同時に示している。アドレス変換テーブル 14の論理グループ L G 0の位置には、論理グループ L G 0のうち最も新しく記憶された部分物理ブロック P P B 8 14が登録されている。又重複アドレス登録領域 14 bには重複部分物理ブロック P PB 807、重複論理グループ L G 0が登録される。これは物理プロック P B 1 00内の部分物理プロック P P B 807に有効な論理グループ L G 0、論理ブロック LB 7のデ一夕が記録されていることを示している。この場合には部分物理プロック P P B 8 1 5に論理グループ LG0、論理ブロック LB 7のデータを書き込むことによつて、ステップ S 1 04に示すように物理ブロック P B 1 0 1に全てのデータを集めることができる。

従って解消テーブル部分物理プロックを解消テーブル部分物理プロックの次の部分物理ブロックとすること（ステップ S 1 04) 、即ちこの例では部分物理ブロック 8 1 5とすることによって、第 23図に示すように論理ダループ LG0、論理ブロック LB 7のデータを部分物理ブロック P PB 8 1 5 に書き込み、論理グループ L GOの全てのデータを物理ブロック PB 1 0 1 に集めることができる。こうすれば物理ブロック PB 100は全て消去済みで未書き込みとなり、新たなデータを書込むことができる。エントリテープル 1 5は物理ブロック PB 1 00が「1」となって書込みができることを示している。

消去ブロックの確保の他の例について第 2 4図，第 2 5図を用いて説明する。第 2 4図は物理ブロック P B 1 0 0にまず論理グループ L G 0の論理ブロック L B 0〜 7が書き込まれ、更にその後に物理ブロック P B 1 0 1の部分物理ブロック P P B 8 0 8〜8 1 3に論理グループ L G 0の論理ブロック L B 0〜 5が書き込まれている。そしてハッチングで示すように、このとき物理プロック P B 1 0 0の部分物理プロック P P B 8 0 0〜8 0 5が無効となっている。更に論理グループ L G Oの論理ブロック L B 0が物理ブロック P B 1 0 1の部分物理ブロック P P B 8 1 4に書き込まれ、部分物理ブロック P P B 8 0 8のデータが無効化された状態を示している。このときァドレス変換テーブル 1 4については論理グループ L G 0に対し部分物理ブロック P P B 8 1 4が書き込まれており、重複アドレス登録領域 1 4 bに重複部分物理ブロック 8 0 7とその重複論理グループ 0が書き込まれている。この場合にはステップ S 1 0 4において、解消テーブル部分物理ブロックに属する物理ブロック P B 1 0 1に有効なデータを集めることができない。即ち第 2 1図のステップ S 1 0 4において、解消テーブル部分物理ブロックの属する物理ブロックのうち、既書き込みである部分物理ブロックは全てァドレステ一ブルに書き込まれていない場合を示している。そのためステップ S 1 0 6 においてエントリテ一ブル 1 5を検索し、消去済みの物理ブロックを得る。この場合には物理ブロック P B 1 0 2を得てこの物理ブロックに全てのデ一タを書込む。第 2 5図はこうして全てのデータが書込まれた状態を示している。この場合、物理ブロック P B 1 0 0、 1 0 1は消去済みとなり、ェントリテーブル 1 5のフラグが 1となって新たなデータを書込むことができる状態を示している。

次にステップ S 7 3の前半巻き込み処理について、第 2 6図のフローチヤ —トを用いて説明する。まず動作を開始すると、ステップ S 1 1 1において、巻き込みページァドレスを 0とする。次いでステップ S 1 1 2において、読み出し元部分物理ブロックの巻き込みページァドレスのデータを一時退避バッファ 1 2に読み出す。次いでそのデ一夕をフラッシュメモリに転送し、書き込み先物理ブロックの卷き込みページァドレスに書込む。このとき管理領域に書込む管理情報も同時に書込む。次いでステップ S 1 1 3に進んで巻き込みページァドレスをィンクリメントし、ステップ S 1 1 4において巻き込みべ一ジァドレスが論理ページァドレスと一致しているかどうかをチエツクする。これが一致していなければステップ S 1 1 2に戻って同様の処理を繰り返す。一致している場合には前半巻き込み処理を終える。

次にステップ S 8 4の後半巻き込み処理について、第 2 7図のフローチヤ —トを用いて説明する。後半巻き込み処理は動作を開始すると、まずステツプ S 1 2 1において論理べ一ジァドレス + 1を巻き込みページァドレスとする。次いでステップ S 1 2 2において読み出し元物理ブロックの巻き込みべ —ジァドレスのデータを一時退避バッファ 1 2に読み出す。そしてそのデー夕をフラッシュメモリに転送し、書き込み先物理ブロックの巻き込みページアドレスに書込む。このとき管理領域に書込む管理情報も同時に書込む。次いでステップ S 1 2 3に進んで、巻き込みページアドレスが最終ページアドレスかどうかをチェックする。最終ページでなければ、ステップ S 1 2 4において巻き込みページァドレスをインクリメントしてステップ S 1 2 2に戻る。巻き込みページァドレスが最終ページであれば後半巻き込み処理を終える。このように巻き込み処理は従来例と異なり、ページ単位で行うことによつてフラッシュメモリの書き込み管理単位を 1 6 K Bとして巻き込み処理の時間を短くなるようにしている。

次にステップ S 7 6， S 8 5の消去とテーブル更新処理について、第 2 8 図のフローチャートを用いて説明する。この処理を開始すると、まずステツプ S 1 3 1において、消去予定プロックに有効な値があるかどうかをチエツクする。有効な値があれば、ステップ S 1 3 2において消去予定物理ブロックを消去する。次いでステップ S 1 3 3においてァドレス変換テーブルの重複ァドレス登録領域にあり、今回の書き込みで消去した物理プロックに対応する重複部分物理プロックアドレスと重複論理グループアドレスとを無効化する。次いでステップ S 1 3 4においてェン卜リテーブルの消去予定物理ブ口ックに該当するデータを消去済みに更新する。そしてステップ S 1 3 5においてァドレス変換テーブルの論理グループアドレスのデータを書き込み先部分物理ブロックに書き換える。又ステップ S 1 3 1において消去予定物理ブロックに有効な値がなければ、ステップ S 1 3 4までの処理を行うことなくステップ S 1 3 5の処理をした後このフロ一を終える。

第 2 9図はこうした処理を行ってホスト機器から与えられた 1 6 K B単位のデータをデータ転送バッファ 1 3を介して書き込み先の物理ブロックに書き込む例を示している。ホス卜機器 3より書き込み単位として 1 6 K Bのデ —夕が与えられると、書き込み先の物理プロックの中のいずれかの部分物理ブロックにこのデ一夕が書き込まれる状態を示している。この場合には従来のものと異なり、この書き込み先物理プロックの他の部分物理プロックについては元の状態、即ち消去済みのままでそのまま維持される。次にホス卜機器より新たに 1 6 K Bのデータが書き込みデータとして与えられた場合には、他の部分物理ブロックに新たなデータが書き込まれる。その物理ブロックの他の領域はそのまま保持される。このようにホス卜機器 3から 1 6 K B単位のデータが書き込みデータとして与えられたときに、フラッシュメモリに 1 6 K Bの領域にのみ書き込みを行い、物理ブロックの 1 2 8 K Bの全ての領域にデ一夕を書込む必要はなく、書き込み時間を短縮することができる。

(実施の形態 2 )

次に本発明の実施の形態 2について説明する。この実施の形態はほぼ実施の形態 1と同様である。論理グループ 0に属する論理ブロックには外部ホス卜機器は F A Tと呼ばれるファイル管理のためのデータを配置するために、頻繁に書き込み処理が発生し易く、これに伴って消去ブロックの確保処理が頻繁に入ることとなる。このため論理的にアクセスが偏ることが予想される論理ァドレスの領域については第 30図に示すように、論理グループのサイズを小さくする。即ち論理グループ 0、 1については、論理グループ L GO ー 0〜； LG0— 7、論理グループ L G l— 0〜LG l— 7のように 1 6 KB 単位に分割する。この部分では論理グループと論理ブロックとは同一のサイズの 16 KBとなる。論理ブロックは実施の形態 1と同様に 0から 3 1 99 9まで一連の論理プロック番号が付けられる。こうすればアクセスが偏ることが予想される論理グループは論理グループのサイズの 1 6 KBに比べて割り当てられる物理プロックのサイズの 1 28 KBが大きいために消去プロック確保処理の頻度が低下し、速度の低下を防ぐことができる。

尚ここで説明した各実施の形態でのデータ容量などの数値は一例であり、他の数値としても良いことはいうまでもない。産業上の利用の可能性

本発明は書き換え可能な不揮発性メモリを有する不揮発性記憶装置及びその書込み方法であって、大容量化した場合にも従来例に比べて書き込み速度を高速化することができる。そのため大容量化で高速で書き込みが必要な不揮発性メモリの種々の用途に使用することができる。

Claims

請求の範囲

1 . 不揮発性メモリと、

コントローラと、を有し、

外部から与えられる論理ァドレスに基づいて前記不揮発性メモリにデータを書き込み、及び読み出す不揮発性記憶装置であって、

前記不揮発性メモリは、複数の物理ブロックから成り、前記各物理ブロックは 1又は複数の物理ページで構成される部分物理ブロックから成るものであり、

外部からは、一連の論理グループアドレスを含む論理ァドレスが与えられるものであり、

前記コントローラは、

外部から与えられる論理ァドレスのうち論理グループアドレスをその論理グループが属する論理プロックが記録される物理ブロックアドレスに変換するアドレス変換領域、及びある論理グループのデ一夕が複数の物理ブロックに重複して記録された場合に、重複して記録されている物理ブロックァドレスを示す重複ァドレス登録領域を有するアドレス変換テーブルと、

各物理ブロックについて書き込み済み及び消去済みのいずれかを示すェン卜リテーブルと、を有し、

書き込みのためのデータとその論理ァドレスとが外部から与えられたときに、未書き込みの領域に部分物理ブロックの単位で当該データを書き込むと共に、前記ァドレス変換テーブルのァドレス変換領域又は重複ァドレス登録領域を更新することを特徴とする不揮発性記憶装置。

2 . 前記コントローラは、前記アドレス変換領域の前記重複アドレス登録領域に登録可能な空きがないとき、前記アドレス変換領域の前記重複アドレス登録領域を参照し、'複数の物理ブロックに重複して記録されている論理グループのデータについていずれかの物理ブロックに当該論理グループのデ一夕を集約することによって消去ブロックを確保する消去プロック確保手段を有することを特徴とする請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

3 . 前記消去ブロック確保手段は、ある物理ブロックについて書き込み済み領域及び未書き込み領域があり、且つその物理ブロックに記録されている論理グループに属する論理プロックのデータが他の物理プロックから移動できる場合に、その物理ブロックに集約することによって、消去ブロックを確保することを特徴とする請求項 2記載の不揮発性記憶装置。

4 . 前記消去ブロック確保手段は、ある物理ブロックについて同一論理グループに属する一部の論理ブロックが記録され、その物理プロックの未書き込み領域に当該論理グループに属する他の論理ブロックのデータを書き込むことができない場合に、前記ェントリテ一ブルを参照して新たな未書き込みの物理ブロックを検索し、検索した物理プロックに同一論理グループに属する全ての論理ブロックのデ一夕を書き込むことによって、消去ブロックを確保することを特徴とする請求項 2記載の不揮発性記憶装置。

5 . 前記不揮発性メモリの物理プロックを構成する部分物理プロックのデ —夕容量は、前記不揮発性記憶装置の外部のデータ管理単位と等しくしたことを特徴とする請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

6 . 前記論理グループは、アクセス数の多い上位グループについて、他の論理グループよりもデ一タ容量を少なくした論理グループから成ることを特徵とする請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

7 . 不揮発性メモリと、

コン卜ローラと、を有し、外部から与えられる論理ァドレスに基づいて前記不揮発性メモリにデータを書き込み、及び読み出す不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法であって前記不揮発性メモリは、複数の物理ブロックから成り、前記各物理ブロックは 1又は複数の物理ページで構成される部分物理ブロックから成るものであり、

前記コントローラは、

外部から与えられる論理ァドレスのうち論理グループアドレスをその論理グループが属する論理プロックが記録される物理プロックアドレスに変換するアドレス変換領域、及びある論理グループのデータが複数の物理ブロックに重複して記録された場合に、重複して記録されている物理ブロックァドレスを示す重複ァドレス登録領域を有するアドレス変換テーブルと、

各物理プロックについて書き込み済み及び消去済みのいずれかを示すェン卜リテーブルと、を有し、

書き込みのためのデータとその論理ァドレスとが外部から与えられたときに、未書き込みの領域に部分物理ブロックの単位で当該データを書き込むと共に、

前記ァドレス変換テーブルのァドレス変換領域又は重複ァドレス登録領域を更新することを特徴とする不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法。

8 . 前記ァドレス変換領域の前記重複ァドレス登録領域に登録可能な空きがないとき、前記ァドレス変換領域の前記重複ァドレス登録領域を参照し、複数の物理プロックに重複して記録されている論理グループのデータについていずれかの物理プロックに当該論理グループのデータを集約することによつて消去プロックを確保する処理を更に有することを特徴とする請求項 7記載の不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法。

9 . 前記消去ブロック確保処理は、ある物理ブロックについて書き込み済み領域及び未書き込み領域があり、且つその物理ブロックに記録されている論理グループに属する論理ブロックのデ一夕が他の物理ブロックから移動できる場合に、その物理ブロックに集約することによって、消去ブロックを確保するものであることを特徴とする請求項 7記載の不揮発性記憶装置。

1 0 . 前記消去ブロック確保処理は、ある物理ブロックについて同一論理グループに属する一部の論理ブロックが記録され、その物理ブロックの未書き込み領域に当該論理グループに属する他の論理ブロックのデータを書き込むことができない場合に、前記ェントリテーブルを参照して新たな未書き込みの物理ブロックを検索し、検索した物理ブロックに同一論理グループに属する全ての論理ブロックのデータを書き込むことによって、消去ブロックを確保するものであることを特徴とする請求項 7記載の不揮発性記憶装置のデ —夕書き込み方法。

1 1 . 前記不揮発性メモリの物理ブロックを構成する部分物理ブロックのデータ容量は、前記不揮発性記憶装置の外部のデータ管理単位と等しくしたことを特徴とする請求項 7記載の不揮発性記憶装置のデータ書き込み方法。

1 2 . 前記論理グループは、アクセス数の多い上位グループについて他の論理グループよりもデータ容量を少なくした論理グループから成ることを特徴とする請求項 7記載の不揮発性記憶装置のデ一夕書き込み方法。