WO2005106673A1

WO2005106673A1 - 不揮発性記憶装置及びデータ書込み方法

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Publication number: WO2005106673A1
Application number: PCT/JP2005/008188
Authority: WO
Inventors: Toshiyuki Honda
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co., Ltd.
Priority date: 2004-04-28
Filing date: 2005-04-28
Publication date: 2005-11-10
Also published as: EP1746510A1; EP1746510A4; US20080109589A1; TWI364658B; US7877569B2; JPWO2005106673A1; EP2977906A1; TW200608201A; KR20070005730A; JP4773342B2

Abstract

　不揮発性記憶装置（１０１）はホスト（１０２）からの論理アドレスを受けてデータの書込み、読み出しが可能であって、物理アドレスによりデータの書込み、読み出しが行われる不揮発性メモリ（１０３）と、所定の管理単位領域毎に論理アドレスと物理アドレスの対応情報を格納する論物変換テーブル（１０６）と、不揮発性メモリ内の複数領域に重複して配置され管理単位領域のサイズよりも小さなサイズのデータの論理アドレスと物理アドレスの対応情報を格納する重複テーブル（１０７）と、不揮発性記憶装置の動作制御を行うコントローラ（１０４）とを備える。コントローラ（１０４）は、一の管理単位領域に書込み済みのデータと同一の論理アドレスを持つデータを他の管理単位領域に重複して書込むことを許可し、その重複して書込むための書込みモードを複数有し、ホストからの論理アドレスの変化の状況に応じて書込みモードを選択的に切り替える。

Description

明細書

不揮発性記憶装置及びデータ書込み方法

技術分野

[0001] 本発明は、フラッシュメモリ等の不揮発性メモリを用いた記憶装置およびその書込み方法に関する。

背景技術

[0002] 近年、不揮発性メモリを搭載したメモリカードはデジタルカメラや携帯電話の記憶媒体としてその巿場を拡大している。そしてメモリカード容量の増加に伴い、データファィルゃ静止画等の小容量の記録からより大容量が必要となる動画記録へとその用途は広がっている。このため、従来より、不揮発性メモリを搭載した記録媒体に関し種々の考案がなされている（例えば、特許文献 1〜4)。

[0003] 近年、メモリカードの不揮発性メモリとして主に使用されている NANDタイプのフラッシュメモリは、その容量の増加に伴!、データの消去単位となる物理ブロックのサイズ力 l6kB (主に 128MB以下のフラッシュメモリについて）のものから 128kB (主に 128 MB以上のフラッシュメモリ）へと大きくなつてきている。それに対し、メモリカードへのデータ書込みを管理するファイルシステムでは、データの書込み単位となるクラスタは 16kBのままで変化して!/ヽな!、。

[0004] 従来の小容量（主に 128MBまでの容量）のメモリカードにおいては、メモリカードにデータを書込む際のクラスタの容量と、メモリカード内部に搭載されている NANDタイブのフラッシュメモリの消去単位となる物理ブロックとは等し力つた。

[0005] 特許文献 1 :特開 2001— 154909号公報

特許文献 2：特開平 11― 53248号公報

特許文献 3：特開 2002— 324008号公報

特許文献 4：特開平 5 - 216780号公報

発明の開示

発明が解決しょうとする課題

[0006] しかし、大容量化が進むと、例えば、容量が 128MBを越えた容量値の不揮発性メモリからは、メモリカードにデータを書込む単位であるクラスの容量の 16kBと、メモリカード内部に搭載されている NANDタイプのフラッシュメモリの消去単位である物理ブロックの容量の 128kBとが異なる。これにより、メモリカードに書込まれたファイルがフラグメンテーションを発生して、た場合の書込み性能の低下を招、て、た。

[0007] 上記の様にフラグメンテーションが発生した状態での、従来の不揮発性メモリの書込み方法においては、書込み処理に要する時間が長いとともに、書込み'消去を行う物理ブロックの数が多く必要となると、う課題が存在して、た。

[0008] また、ホストからの書込み要求には、前回にデータを書込んだ領域と連続した論理アドレス領域にデータを続けて書込む場合や、前回にデータを書込んだ領域と全く別の任意の領域にデータを書込む場合等、種々の場合があり、いずれのアクセス方法によっても効率的な書込み処理が実現されることが望まれる。

[0009] 本発明は上記課題を解決すべくなされたものであり、その目的とするところは、ホストからのアクセス方法に依存せず書込み処理に要する時間を短縮できる不揮発性の記憶装置を提供することにある。

課題を解決するための手段

[0010] 本発明に係る不揮発性記憶装置は、ホストからの論理アドレスを受けてデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置である。不揮発性記憶装置は、物理アドレスによりデータの書込み、読み出しが行われ、複数の物理ブロック力構成される不揮発性メモリと、論理アドレスと物理アドレスの対応情報を、所定の管理単位領域毎に論理グループアドレスと、 1つ以上の物理ブロックからなる物理グループのァドレスとの対応情報をとして格納する論物変換テーブルと、論物変換テーブルで対応付けられている論理グループアドレスと同一の論理グループアドレスを持つデータにつ

V、て、管理単位領域のサイズよりも小さなサイズのデータの論理アドレスと物理アドレスの対応情報として格納する重複テーブルと、不揮発性記憶装置の動作制御を行うコントローラとを備える。コントローラは、一の管理単位領域に書込み済みのデータと同一の論理アドレスを持つデータを、他の管理単位領域に重複して書込むことを許可し、その重複して書込むための書込みモードを複数有し、ホストからの論理アドレスの変化の状況に応じて、論物変換テーブルの情報を更新することなぐ書込みモードを選択的に切り替える。

[0011] 本発明に係るデータ書込み方法は、ホストからの論理アドレスを受けてデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ書込み方法である。その書込み方法は、一の管理単位領域に書込み済みのデータと同じ論理アドレスを持つデータを他の管理単位領域に重複して書込むための書込みモードを複数有し、ホストから、既に書込み済みのデータと同じ論理アドレスを持つデータの書込みコマンドを受けたときに、書込み要求のあったデータを、書込み済みデータの管理単位領域とは別の管理単位領域に重複して書込み、別の管理単位領域に書込んだデータの論理アドレスと物理アドレスを対応づけて記憶し、その後、続けてホストから書込みコマンドを受けたときに、ホストからの論理アドレスの変化の状況に応じて書込みモードを選択的に切り替える。

発明の効果

[0012] 本発明によれば、不揮発性メモリ内のある論理アドレスに対してデータが書込まれた後、同じ論理アドレスに対して再度データが書込まれる場合に、物理アドレス上で前に書込まれたデータを消去せず保持したまま、前にデータが書込まれた物理領域と異なる物理領域に新たにデータを書込む重複書込みを許可する。これにより、不揮発性メモリ特有の、データの更新に伴うコピー、消去処理の回数を低減でき、書込み効率を向上できる。さらに、書込みアドレスの変化の状況に応じて書込みモードを選択的に切り替えるので、ホストからの書込み要求の種類 (連続アクセス、ランダムァクセス）に依存せずに、より最適な方法で書込み処理を実行できる。

図面の簡単な説明

[0013] [図 1A]本発明の不揮発性記憶装置の一実施形態であるメモリカードの構成を示す図 [図 1B]論物変換テーブルの構成を示す図

[図 2]フラッシュメモリの内部の構成を示す図

[図 3]フラッシュメモリの物理ブロックの構成を示す図

[図 4]メモリカードの内部における論理的なデータの管理を示した図

[図 5]重複テーブルの構成を示した図

[図 6] (a) FAT領域に対する重複情報の構成を示す図、（b)データ領域に対する重複情報の構成を示す図

[図 7]フラッシュメモリの記憶領域のページのデータフォーマットを示す図

[図 8]書込み単位配置テーブルの構成を示す図

[図 9]メモリカードのフラッシュメモリへの書込み処理を示すフローチャート

[図 10]メモリカードのフラッシュメモリへの書込み処理を示すフローチャート（図 9のつづき）

圆 11A]従来の書込み処理を説明するための図

[図 11B]従来の書込み処理を説明するための図

[図 11C]本発明の連続書込み処理を説明するための図

[図 12]連続書込み処理のフローチャート

[図 13]上書き書込み処理を説明するための図

[図 14]上書き書込み処理のフローチャート

[図 15]ランダム書込み処理のフローチャート

[図 16]重複テーブルの登録位置の決定処理のフローチャート

[図 17]新規書込み処理のフローチャート

圆 18]連続モードの場合の集約処理を説明するための図

[図 19]上書きモード、ランダムモードの場合の集約処理を説明するための図

[図 20]集約処理のフローチャート

[図 21]集約処理のフローチャート（図 20の続き）

[図 22]FAT情報に対する論理グループの割当てにつ、て説明した図

[図 23A]FAT情報に関する種々の管理条件をまとめて示した図

[図 23B]FAT領域変換テーブルのデータ構成例を示す図

[図 24A]FAT2に対する論理グループ 0— 2に対応する物理ブロックの領域構成を示した図

[図 24B]FAT書込み処理のフローチャート

[図 25]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 26]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 27]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図 [図 28]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 29]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 30]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 31]連続書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 32]上書き書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 33]上書き書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 34]上書き書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 35]上書き書込みされたブロックの集約処理の具体例を説明した図

[図 36]上書き書込みされたブロックの集約処理の具体例を説明した図

[図 37]ランダム書込みモード時の動作の具体例を説明した図

[図 38]メモリカードのフラッシュメモリからの読み出し処理を示すフローチャート

[図 39]通常読み出し処理を示すフローチャート

[図 40]連続読み出し処理を示すフローチャート

[図 41]上書き読み出し処理を示すフローチャート

[図 42]ランダム読み出し処理を示すフローチャート

[図 43]メモリカードのフラッシュメモリからの読み出し処理を示すフローチャート（図 38 のつづき)

[図 44]FAT通常読み出し処理を示すフローチャート

[図 45]FAT重複読み出し処理を示すフローチャート

符号の説明

101 メモリカード

102 ホス卜

103 フラッシュメモリ

104 コントローラ

105 消去済みテーブル

106 論物変換テーブル

107 重複テーブル

107a FAT領域に対する重複情報 107b データ領域に対する重複情報

108 FAT領域変換テーブル

150 書込み単位配置テーブル

発明を実施するための最良の形態

[0015] 以下、添付の図面を参照し、本発明に係る不揮発性記憶装置の一実施形態であるメモリカード及びその書込み方法にっ、て説明する。

[0016] 1. メモリカードの構成

図 1Aに本発明の不揮発性記憶装置の一実施形態であるメモリカードの構成を示す。メモリカード 101はホスト 102からデータの読み出し、書込みが可能な記憶装置である。メモリカード 101は、不揮発性の記憶素子であるフラッシュメモリ 103と、フラッシュメモリに対するデータの書込み、読み出しを制御するコントローラ 104と、消去済みテーブル 105と、論物変換テーブル 106と、重複テーブル 107と、 FAT領域変換テーブル 108とを備える。

[0017] フラッシュメモリ 103はここでは 128MBの容量を持つ。但し、フラッシュメモリ 103の容量はこれに限定されず、また、複数のフラッシュメモリを備えても良い。コントローラ 104は、ホスト 102からの書込みと読み出し命令を受けてフラッシュメモリ 103へのデータの格納、または、フラッシュメモリ 103からのデータの読み出しを制御する。

[0018] フラッシュメモリ 103に格納されるデータは、ファイルシステムの 1つである FATファィルシステムにより管理される。 FATファイルシステムは、ファイル管理情報（以下「F AT情報」という。）として、データ記録領域を複数のパーティションと呼ばれる領域に分割して管理するための情報を格納するマスターブートレコード 'パーティションテーブル、 1つのパーティション内の管理情報を格納するパーティションブートセクタ、ファィルに含まれるデータの格納位置を示す FATテーブル 1及び FATテーブル 2、並びにルートディレクトリ直下に存在するファイル及びディレクトリの情報を格納するルートディレクトリエントリを含む。なお、ファイルシステムは他の種類のものでもよい。

[0019] 消去済みテーブル 105はフラッシュメモリ 103内部の物理ブロックのそれぞれ消去済であるか、または、書込み済みであるかを示す情報を格納する。論物変換テープル 106は、ホスト 102が指定するアドレス（以下「論理アドレス」という。）と、フラッシュメモリ 103内部のアドレス（以下「物理アドレス」という。）との変換を行うテーブルである

[0020] 論物変換テーブル 106は、論理グループアドレスに対応するアドレスの領域に、その論理グループに対応する物理ブロックのアドレスを格納する。論物変換テーブル 1 06の簡単な構成を図 1Bに示す。論物変換テーブル 106は論理グループアドレスをテーブルのアドレスとして論理アドレスに対応する物理アドレスをテーブルのデータとして持つ。対応する物理ブロックが存在しな！ヽ場合には無効値 (本実施の形態では 0 xOOOO)をデータとして持つ。論物変換テーブル 106は論理ブロック 1〜999に対応する領域と論理グループ 0— 0〜0— 3に対応する 2つの領域力なる構成を取る。これは後述するが、論理アドレスを FAT領域とデータ領域に分割して取り扱う本発明の特徴に起因する。

[0021] 本実施形態では、フラッシュメモリ 103において、ある物理ブロック Aに既に書込み済みであるデータと同じ論理アドレスを持つ別のデータを、物理ブロック Aとは異なる物理ブロック Bに書込むこと（以下、これを「重複書込み」という。）を許容する。重複テ一ブル 107は、このような重複書込みされたデータに関する物理アドレスと論理アドレス間の対応情報を格納するテーブルである。 FAT領域変換テーブル 108は、フラッシュメモリ 103〖こおける、 FAT1, FAT2等の FAT情報を格納する領域の境界セクタに関する情報を格納する。

[0022] すなわち、本実施形態のメモリカード 101は、フラッシュメモリ 103において、ある論理アドレスに対応した物理アドレスにデータが書込まれた後、同じ論理アドレスに対して再度データが書込まれる場合に、前に書込まれたデータを物理的に消去せず保持したまま、前にデータが書込まれた物理ブロックと異なる物理ブロックにデータを書込むことを可能とする。メモリカード 101は、新たに書込んだデータの論理アドレスと物理アドレスを重複テーブル 107に格納するとともに、前にデータが書込まれた物理ブロックと後にデータが書込まれた物理ブロックの対応関係をも重複テーブルに格納する。すなわち、重複テーブル 107は、データが書込まれた論理アドレスと、その論理アドレスに対して以前にデータが書込まれた物理領域 (転送元）と、その論理アドレスに対して後にデータが書込まれた物理領域 (転送先)とに関する情報を互いに関連づけて格納する。

[0023] また、言い換えると、重複テーブル 107は、フラッシュメモリ 103の物理領域に対してのみデータが書込まれ、未書込みの物理ページを残している物理ブロック（転送先 )に書込まれたデータに関する情報を格納するテーブルである。重複テーブル 107 は、未書込み領域をもつ物理ブロック（転送先）のブロックアドレス、旧データがある物理ブロック（転送元）のブロックアドレスや、そこに書込まれたデータの論理グループアドレス等の情報を格納する、とも言える。

[0024] 図 2はフラッシュメモリ 103の内部の構成を示す図である。フラッシュメモリ 103の記録領域は複数の物理ブロック 201から構成される。物理ブロック 201は 128kBの大きさを持ちデータを一括に消去できる消去単位である。本実施形態では 1物理ブロックをデータの管理単位として扱うが、複数の物理ブロックをまとめて管理単位として扱つてもよい。

[0025] 図 3は物理ブロック 201の内部の構成を示す図である。物理ブロック 201は複数の物理ページ 301から構成される。物理ページ 301は、データを書込む際の書込み単位であり、 2kBの大きさを持つ。ホスト 102が論理的にデータの書込みを行う単位であるクラスタは 16kBである力この値は物理ブロック 201の容量 128kBとも物理ぺージ 301の容量 2kBとも一致しない。そのため、連続する 8ページ分の物理ページにより容量 16kBの部分物理ブロックを構成する。部分物理ブロック（16kB)はホストからのデータの書込みを想定してコントローラ 103が論理的に扱うデータの単位である。 1つの物理ブロック 201は 8つの部分物理ブロックからなり、その部分物理ブロック単位でホスト 102からのデータが書込まれる。

[0026] 図 4はメモリカード 101の内部における論理的なデータの管理を示した図である。メモリカード 101に搭載されて!、るフラッシュメモリ 103の記憶容量は 128MBである。一般的にフラッシュメモリ 103には初期不良ブロックや、書き換えを繰り返すことにより不良ブロックが発生することがあるため、予めやや少な目の容量をメモリカード 101の容量とする。本例では、ホスト 102が認識できる容量は 125MBとする。ホスト 102から書込みを行う単位である 16kB単位を論理ブロック 402とし、メモリカード 101の 125 MBの容量において、 0から順に 7999まで割り当てている。この論理ブロック 8個で、フラッシュメモリ 103の消去単位である物理ブロックと等しい 128kB単位の論理ダループを構成する。

[0027] 図 5は重複テーブル 107の構成を示した図である。重複テーブル 107は、フラッシュメモリ 103内の主として FAT情報を格納する領域 (以下「FAT領域」という。 )に対する重複情報 (FAT重複情報） 107aと、ユーザデータを格納する領域 (以下「データ領域」という。 )に対する重複情報 107bとを格納する。本例では、 FAT領域に対する重複情報 107aは、 4つのレコード (FAT重複情報 0〜3)を有し、データ領域に対する重複情報は 8つのレコード (重複情報 0〜7)を有するが、重複情報のレコード数はこれに限られない。

[0028] 図 6 (a)に FAT重複情報 107aの構成を示す。 FAT重複情報 107aにおいて、「転送先物理ブロックアドレス」は、転送先の物理ブロックのアドレスを格納する。「転送先アロケーション物理ページ」は、転送先として割当てられた物理ページの番号を格納する。 FAT重複情報 107aは転送元に関する情報を格納していない。これは、後述するように、 FAT領域については、前にデータが書込まれた物理ブロックと同じ物理ブロック内に後のデータが書込まれるため、転送元の物理ブロックと転送先の物理ブロックが同じになるからである。

[0029] 図 6 (b)にデータ領域に対する重複情報 107bの構成を示す。重複情報 107bにおいて、「論理ブロックアドレス」のフィールドは、書込みデータの論理ブロックのアドレスを格納する。「転送元物理ブロックアドレス」のフィールドは、転送元の物理ブロックのアドレスを格納する。「転送先物理ブロックアドレス」のフィールドは、転送先の物理ブロックのアドレスを格納する。「転送先先頭ページ論理アドレス」のフィールドは、転送先の物理ブロックの先頭ページに格納されたデータの論理アドレスを格納する。

[0030] 「転送先次書込み論理アドレス」のフィールドは、転送先の物理ブロックにお!/、て次に書込まれるデータの先頭データの論理アドレスを格納する。すなわち、転送先の物理ブロックにおいて最後に書込まれたデータの論理アドレスの次のアドレスを格納する。「転送先次書込み物理アドレス」のフィールドは、転送先の物理ブロックにおいて次に書込みを行うときの先頭の物理アドレスを格納する。すなわち、転送先の物理ブロックにお、て消去済み領域の先頭の物理アドレスを格納する。 [0031] 「転送先書込みモード」のフィールドは、書込みモードを示す値を格納する。書込みモードには、「連続モード」、「上書きモード」、「ランダムモード」の 3種類がある。各モードを示す値は以下のとおりである。

連続モード： OxOOOOh

上書きモード： OxFFFFh

ランダムモード：上記以外 (ランダムモードでの書込み周期）

[0032] 「転送先有効オフセット物理アドレス」のフィールドは、転送先物理ブロックにおいて最後に書込まれたデータについての、転送先物理ブロック先頭からのオフセット値を格納する。

[0033] 図 7にフラッシュメモリ 103の記憶領域のページのデータフォーマットを示す。各ぺージは、そのページについての管理情報を格納する管理領域と、データを格納するセクタデータ領域とを有する。管理領域は、集約フラグ、論理ブロックアドレス、論理セクタアドレス、管理領域の ECC (Error Correction Code)等が格納される。セクタデータ領域には、セクタデータと、セクタ IDと、セクタデータとセクタ IDについての ECC とが格納される。

[0034] 図 8に書込み単位配置テーブルの構成を示す。書込み単位配置テーブル 150はフラッシュメモリ 103内の管理領域に格納される。書込み単位配置テーブル 150はランダムモードでの書込みと FAT書込みの際に使用される。

[0035] ランダムモードでの書込みでは「書込み単位」のフィールドは、ランダムモードで書込みを行うときの最小の書込みデータサイズを格納する。この書込み単位より小さいデータサイズでの書込みは禁止される。書込み単位は、例えば、 0x0010h(16セクタ）、 0x0020h (32セクタ）、 0x0040h (64セクタ）に設定される。 1物理ブロック（=6 4ページ）に含まれる書込み単位の数は、書込み単位の大きさにより異なる。例えば、書込み単位の値力 S0x0020h (32セクタ（ = 8ページ） )であれば、 1物理ブロック内に 8個の書込み単位が含まれる。図 8は、書込み単位の値が 0x0010h (16セクタ（=4 ページ））の場合の単位配置テーブル 150の構成を示す。この場合、 1物理ブロック内に 16 (F)個の書込み単位 (書込み単位 0〜書込み単位 F)が含まれる。「書込み単位 0先頭アドレス」のフィールドは、 16個の書込み単位のうちの第 1番目の書込み単位のデータが書込まれた領域の先頭物理アドレスの値を格納する。「書込み単位 n 先頭アドレス」のフィールドは、第 n+ 1番目の書込み単位が書込まれた領域の先頭物理アドレスの値を格納する。

[0036] FAT書込みでは「書込み単位」のフィールドは、書込みを行う論理グループによる固定値となる（図 23Aの書込み単位のサイズ)。従って 1物理ブロック（ = 64ページ）に含まれる書込み単位の数も論理グループにより異なる。

[0037] 2. メモリカードの動作

上記の構成を有するメモリカード 101の動作を以下に説明する。

[0038] 2. 1 書込み動作

本実施形態のメモリカードによるフラッシュメモリ 103への書込み処理について図 9 、図 10を参照して説明する。

[0039] 図 9において、メモリカード 101のコントローラ 104は、ホスト 102から書込みコマンドを受信すると、ホスト 102から指定された書込み論理アドレスに基づきフラッシュメモリ 103にお、てデータを書込むべき領域が FAT領域かデータ領域かを判定する（S1 D o FAT領域であれば、図 10に示す処理を実行する（詳細は後述する）。なお、ホスト 102はデータ書込み領域を論理セクタアドレスで指定する。

[0040] データ領域であれば、コントローラ 104は重複テーブル 107を参照し、指定された論理アドレスの登録がある力否かを判断する（S 12)。この判断は、重複テーブル 10 7の重複情報の「論理ブロックアドレス」を参照し、その値がホスト 102により指定された論理ブロックアドレスと等しいか否かを判断して行われる。ここで、論理ブロックアドレスは、論理セクタアドレスを管理単位であるフラッシュメモリの物理ブロックサイズで除した商として得られる。

[0041] 重複テーブル 107に登録がない場合、重複テーブル 107での登録位置を決定した後（S23)、物理ブロックへの新規書込みを行う（S24)。これらの処理の詳細は後述する。

[0042] 重複テーブル 107に登録がある場合、転送先の物理ブロックにおいて未書込みの領域 (消去済み領域)がある力否かを判断する（S13)。これは、重複情報 1071)の「転送先次書込み物理アドレス」フィールドの値力判断できる。すなわち、「転送先次書込み物理アドレス」フィールドの値力 0x0100 (物理ブロックのサイズ）よりも小さければ、未書込み領域があると判断し、 0x0100と同じであれば、未書込み領域があると判断する。

[0043] 未書込みページがない場合、集約処理を行い（S 18)、未書込みページがある場合、重複情報 107bの「転送先書込みモード」フィールドの値から書込みモードを判定する（S14)。

[0044] 書込みモードがランダムモードの場合、まずランダム書込みが可能カゝ否かを判断する（S15)。この判断は以下のように行う。重複情報 107bの「書込みモード」の値が" 連続モード"であるときは、「転送先次書込み物理アドレス」が、書込み周期（例えば、 0x0040)以下のときに、ランダム書込み「可」と判断する。それ以外は、ランダム書込み「不可」と判断する。ここで、書込み周期とは、書込みを行う際の所定のデータサイズであり、書込み周期より小さいデータサイズでの書込みは不可能となる。「書込みモード」の値が"上書きモード"であるときは、「転送先先頭ページ論理アドレス」と「転送先次書込み論理アドレス」との差分力書込み周期（例えば、 0x0010、 0x0020又は 0x0040)に一致するときに、ランダム書込み「可」と判断する。それ以外は、ランダム書込み「不可」と判断する。

[0045] ランダム書込みが可能であれば、ランダム書込みを行う（S16)。ランダム書込みが不可能であれば、集約処理を行う（S18)。

[0046] 書込みモードが上書きモードの場合、まず上書き書込みが可能か否かを判断する（ S19)。この判断は以下のように行う。重複情報 107bの「書込みモード」の値が"連続モード"であるときは、ホスト 102により指定された論理アドレスが「転送先先頭ページ論理アドレス」以上のときに、上書き書込み「可」と判断する。それ以外は、上書き書込み「不可」と判断する。「書込みモード」の値が"上書きモード"であるときは、ホスト 1 02により指定された論理アドレスが「転送先先頭ページ論理アドレス」以上でかつ「転送先次書込み論理アドレス」よりも小さなときに、上書き書込み「可」と判断する。それ以外は、上書き書込み「不可」と判断する。

[0047] 上書き書込みが可能であれば、上書き書込みを行う (S20)。上書き書込みが不可能であれば、ステップ S 15に進む。 [0048] 書込みモードが連続モードの場合、まず連続書込みが可能か否かを判断する（S2 D o重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」の値が、ホスト 102により指定された論理アドレスよりも小さいときに、連続書込み「可」と判断する。それ以外は、連続書込み「不可」と判断する。連続書込みが可能であれば、連続書込みを行う（S22 )。連続書込みが不可能であれば、ステップ S 19に進む。

[0049] 書込み処理（S16、 S20、 S22、 S24)が終了すると、ホスト 102からの書込みデータの転送が継続している力否かを判断する（S 17)。ホスト 102から終了を示すコマンドが送信されたときは、処理を終了し、そうでなければ、ステップ S11に戻り、上記処理を繰り返す。

[0050] 本実施形態のメモリカード 101は以上のように、直前の書込みアドレスとは関連性のな、任意の論理アドレス領域に書込みを行うランダムモードと、直前に書込みを行つた論理アドレス領域と同じ論理アドレス領域に書込みを行う上書きモードと、連続した論理アドレス領域に書込みを行う連続モードとを有し、これらのモードを、ホストから受けた論理アドレスの変化の状況に応じて選択的に切り替える。このように書込みモードを切り替えることで、書込み状況に応じた最適な書込み処理が実現され、書込み処理の効率を向上できる。

[0051] なお、本実施形態のメモリカードは 3つの書込みモードを有している力これらの書込みモードは全て備えていなくてもよぐアプリケーションに応じて 1つ又は 2つの書込みモードのみを備えてもよ、。

[0052] 以下、各書込み処理についてより具体的に説明する。

[0053] 2. 1. 1 連続書込み

本実施形態における連続書込み処理の概念を説明する。本実施形態における連続書込み処理の概念を説明する前に、従来の書込み処理によるフラッシュメモリ内部のデータ配置の変化を説明する。

[0054] 図 11 Aに示すようにデータの消去、書込みが行われる場合を検討する。図 11 A (a )の状態では、データ領域において、クラスタ 2とクラスタ 3にファイル 1が書込まれ、クラスタ 4にファイルが書込まれ、クラスタ 5とクラスタ 6にフィル 3が書込まれクラスタ 7にファイル 4が書込まれ、クラスタ 8とクラスタ 9にファイル 5が書込まれている。 [0055] この状態からホスト 102によってファイル 1, 3, 5が消去された状態を図 l lA (b)に示す。ホスト 102は、フラッシュメモリ 103内のデータ領域に対しては何らデータの書込み'消去を行わず、 FAT1において、ファイル 1, 3, 5に関連するクラスタの値を全て" 0000"に書き換えることによってファイル 1, 3, 5を論理的に消去する。それにより、データ領域のファイル 1, 3, 5があった領域は、ホスト 102により空き領域として認識される。

[0056] この状態力もホスト 102が容量 96KBの新ファイルを書込んだ後の状態が図 11A ( c)である。 FAT1にお、て空き領域を示す" 0000"が書かれたクラスタに対して新フアイノレを書込む。

[0057] 以上のようにしてホスト 102はメモリカード 101に書込んだファイルを消去し、また新たなファイルを書込む。

[0058] 図 11Aの消去 ·書込み処理に対してメモリカード 101内部での従来の処理につ!ヽて図 11Bを用いて説明する。

[0059] 図 l lB (a)はフラッシュメモリ 103内部におけるデータ構成を示したものであり、物理ブロック 100にファイル 1〜5が書込まれている。物理ブロック 101〜104は消去済みブロックである。この状態からファイル 1, 3, 5が論理的に消去された図 l lB (b)の状態になっても、この物理ブロック 100の状態は変わらず図 l lB (a)の状態のままである。

[0060] 次にホスト 102が新ファイルをメモリカード 101に書込む場合、新ファイルを書込むべきクラスタは 3つの部分 (クラスタ 2と 3、クラスタ 5と 6、クラスタ 8と 9)に分かれているので、ホスト 102は 3回に分けてメモリカード 101に対してデータを書込む必要がある

[0061] まず、別の消去済み物理ブロック 101において、消去されたファイル 1に対応する領域に新ファイルの一部を書込み、残りの領域にファイル 2〜5をコピーする。そして書込み後に物理ブロック 100を物理的に消去する。これにより図 l lB (b)の状態になる。

[0062] 次に、別の消去済み物理ブロック 102において、消去されたファイル 3に対応する領域に新ファイルのデータの一部を書込むとともに、それ以外の領域には物理ブロック 101からデータをコピーする。その後、物理ブロック 101を物理的に消去する。これにより図 1 IB (c)の状態になる。

[0063] さらに、別の消去済み物理ブロック 103において、消去されたファイル 5に対応する領域に新ファイルのデータの一部を書込むとともに、それ以外の領域には物理ブロック 102からデータをコピーする。その後、物理ブロック 102を物理的に消去する。これにより図 1 IB (d)の状態になる。

[0064] 以上のように、従来では、 1つの論理グループ内の書込みであるにもかかわらず、 3 つの物理ブロックに対して書込み ·消去を行う必要があり、書き込み処理に時間がかかった。

[0065] 次に、本実施形態による上書き書込みの動作について図 11Cを用いて説明する。

図 l lC (a)に示すように、最初、物理ブロック 99にファイル 1〜5のデータが格納されている。物理ブロック 100〜物理ブロック 102は消去済みブロックである。この状態で、新ファイルを、ファイル 1、ファイル 3、ファイル 5がそれぞれ記録された論理アドレス領域と同じ論理アドレス領域に分けて書込む場合を考える。メモリカード 101は、消去済みテーブル 105を参照して、消去済みの物理ブロック 100を検索し、その物理ブロック 100に新ファイルの一部を記録する（図 l lC (b)参照)。その時点で重複テーブル 107において新ファイルについて論理アドレスと物理アドレスの対応づけを行うとともに、新ファイルとファイル 1の物理アドレスの対応づけを行う。このとき、論理ブロック 99は変更されない。続いて、物理ブロック 100においてファイル 3に対応する位置に次の新ファイルの一部を記録する。その際、物理ブロック 99におけるファイル 2 のデータをコピーした後、書込む（図 l lC (c)参照)。その時点で重複テーブル 107 において新ファイルについて論理アドレスと物理アドレスの対応づけを行うとともに、新ファイルとファイル 3の物理アドレスの対応づけを行う。同様に、物理ブロック 100において、ファイル 4のデータをコピー後、新ファイルの一部を書込み後、物理ブロック 99を消去する（図 l lC (d)参照）。この時点で、重複テーブル 107において物理ブロック 99と物理ブロック 100の対応づけを解消する。

[0066] 以上のように、重複テーブル 107によって、既に書込まれたデータと同じ論理アドレスを持ち、異なる物理ブロックに書込まれた新たなデータについて、論理アドレスと物理アドレスの対応づけを行うとともに、前に書込まれたデータと新たに書込んだデータの物理ブロック間の対応付けを行っている。このような重複テーブル 107を備えることにより、データの上書きによる別の物理ブロックへのデータのコピー及び消去の回数を低減でき、書込み効率を向上できる。

[0067] 図 12のフローチャートを参照し、連続書込み処理の詳細を説明する。

最初に、直ちに、連続書込み可能か否かを判断する（S51)。具体的には、登録されて、る重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」が、ホスト 102が指定する論理アドレスに等しい場合に、直ちに連続書込み可能と判定する。ホスト 102が指定する論理アドレスよりも小さいときは、「不可」と判定する。

[0068] 書込み「不可」である場合、「転送先次書込み物理アドレス」の示すアドレスから、ホスト 102が指定する論理セクタアドレスの前までの領域に、転送元の物理ブロックにおける対応するデータをコピーする（S52)。この際、書込み状況にしたがい重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」と「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0069] その後、ホスト 102から転送されたデータを指定された領域にページ単位で書込む

(S53)。この際、書込み状況にしたがい重複情報 107bの「転送先次書込み論理ァドレス」と「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0070] ホスト 102からの書込みデータの転送が終了したか否かを判定する（S54)。ホスト 1 02から終了を示すコマンドが送信されたときに、書込みデータが終了したと判定する。ホスト 102からのデータ転送が継続している場合、次に書込む領域が同じ論理ダループか否かを判断し (S55)、同じ論理グループであれば、データの書込みを継続する（S53)。「転送先次書込み論理アドレス」が 0x0100であれば、異なる論理グループと判断し、 0x0100以下であれば同じ論理グループであると判断する。異なる論理グループであれば処理を終了する。

[0071] 2. 1. 2 上書き書込み

図 13を参照し、本実施形態における上書き書込み処理の概念を説明する。図 13 ( a)を参照し、物理ブロック 100の論理ブロック 8〜15のそれぞれにデータが格納されている場合に、ホスト 102からの論理ブロック 10に対する書込みに対して、コントローラ 104は論理ブロック 10が属する論理グループ 0に対応する物理ブロック 100を論物変換テーブル 106から得る。そして消去済みテーブル 105から消去済みのブロックである物理ブロック 101を得る。そしてホスト 102からのデータを論理ブロック 10として書込み、まだ未書込みのページを残した物理ブロック 101に関する情報を重複テープノレ 107に格納する。

[0072] この後、さらにホスト 102が同一の論理ブロックである論理ブロック 10に対して書込みを行う場合、コントローラ 104は論理ブロック 10が属する論理グループ 0に対応する物理ブロック 100を論物変換テーブル 106から得る。そして、重複テーブル 107を参照して、未書込みのページを持ち、かつ、同じ論理グループ 0のデータが書込み済みである物理ブロック 101を得る、そしてホスト 102からのデータを、論理ブロック 1 0として書込み、まだ未書込みのページを残した物理ブロック 101に関する情報を重複テーブル 107に格納して書込みを終える。この状態が図 13 (b)に示した状態である。この処理に要する時間も同様に 2880 sである。

[0073] さらに、この後、連続してホスト 102から同一の論理ブロックである論理ブロック 2に対して複数回の書込みを行った後の状態を示した図が図 13 (c)である。

[0074] 以上のように本実施の形態では、同一の論理ブロックに対する書込みが連続して発生した場合に、 1つの物理ブロックに対して続けて、かつ、書込みが発生した論理ブロックに対してのみ書込み行う。これにより、論理ブロックの書き換えに要する時間を低減できる。

[0075] 図 14のフローチャートを参照し、上書き書込み処理の詳細を説明する。最初に、上書きモードに設定する（S61)。重複情報 107bの「転送先書込みモード」フィールドの値を"上書きモード"を示す値に設定する。

[0076] そして、連続モードからの移行か否かを判断する（S62)。この判断は、重複情報 10 7bの「転送先書込みモード」を参照して行われる。連続モードからの移行であれば、直ぐにホストデータを書込み可能か否かを判断する（S63)。この判断は、以前の書込みにおいて、書込み周期を満たすように、書込みがなされている力否かを判断することにより行う。すなわち、書込み対象の物理ブロックにおいてデータ書込み済みの領域の境界が、書込み周期にァライメントされているかを判断する。具体的には、既に書込み済みのページの合計のサイズが 2のべき乗の値となる力否かを判断する。より具体的には、重複情報 107bの「転送先次書込み物理アドレス」が、 0x0004、 0 x0008、 0x0010、 0x0020、 0x0040、 0x0080の! /、ずれ力であれば、、直ぐに上書き可能であると判定し、上記以外の時には不可と判定する。

[0077] 直ぐに書込みが不可の場合、周期を満たすように不足分のデータを、書込み対象のブロックにコピーする（S64)。すなわち、転送元物理ブロック力転送先物理ブロックへ、論理ブロックが連続になるように、「転送先次書込み物理アドレス」が示すアドレスから、書込み後のページ数のサイズが 2のべき乗となるアドレスまでのデータをコピ一する。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み論理アドレス」と「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0078] 次に、有効オフセットを設定する（S65)。「転送先有効オフセット物理アドレス」に「転送先次書込み物理アドレス」の値を書込む。

[0079] その後、直ぐにホストデータを書込み可か否かを判断する（S66)。登録されてヽる重複情報の「転送先先頭ページ論理アドレス」とホストが指定する論理セクタアドレスとが同じページに属していれば、書込み可と判定し、属していなければ書込み不可と判定する。

[0080] 不可と判定されたときは、書込みデータの前のデータを書込み対象ブロックにコピ一する（S67)。「転送先先頭ページ論理アドレス」フィールドが示すアドレスからホスト 102が指定するセクタアドレスの直前までのデータを、転送元物理ブロックから転送先物理ブロックへコピーする。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理ァドレス」フィールドを更新する。

[0081] そして、ホスト 102から転送されたデータをページ単位で書込む（S68)。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理アドレス」フィールドを更新する。

[0082] ホスト 102からの書込みデータの転送が終了したか否かを判定する（S69)。ホスト 1 02からのデータ転送が終了して、る場合、上書き周期分の残りのデータを書込み対象ブロックにコピーする（S70)。ホスト 102からのデータ転送が継続している場合、次に書込む領域が同じ論理グループカゝ否かを判断し (S71)、同じ論理グループであれば、データの書込みを継続する（S68)。異なる論理グループであれば処理を終了する。

[0083] 2. 1. 3 ランダム書込み

本実施形態において、ランダム書込みとは、転送先物理ブロックにおいて既に書込まれたデータの論理アドレスと、新たに書込もうとするデータの論理アドレスとが、連続でもなぐ重複もしない場合の書込みである。

[0084] 図 15のフローチャートを参照し、ランダム書込み処理の詳細を説明する。最初に、重複情報 107bの「転送先書込みモード」を参照してランダムモードであるか否かを判断する（S81)。

[0085] ランダムモードでなければ、ホストデータを直ぐに書込み可能か否かを判断する（S 82)。この判断は、上書き書込みの場合と同様、以前の書込みにおいて、書込み周期を満たすように、書込みがなされている力否かを判断することにより行う。直ぐに書込みが不可の場合は、周期を満たすように不足分のデータを、書込み対象のブロックにコピーする（S83)。

[0086] その後、ランダムモードに設定する（S84)。重複情報 107bの「転送先書込みモード」の値が"上書きモード"のときは、「転送先書込みモード」に「転送先次書込み物理アドレス」の値を書込む。

[0087] 次に、有効オフセットを設定する（S85)。「転送先有効オフセット物理アドレス」に「転送先次書込み物理アドレス」の値を書込む。

[0088] その後、直ぐにホストデータを書込み可か否かを判断する（S86)。ホスト 102が指定する論理セクタアドレスを、重複情報 107bの「転送先書込みモード」の値で割った剰余が、 1ページサイズ未満 (0x0003未満)であれば、直ぐに書込み可と判定する。上記以外は不可と判定する。

[0089] 不可と判定されたときは、書込みデータの前のデータを書込み対象ブロックにコピ一する（S87)。ホスト 102の指定するセクタアドレスを「ランダム書込み」の書込み単位でグループ化したときの先頭のアドレスから、ホスト 102の指定するセクタアドレスの直前までのデータを、転送先物理ブロックへコピーする。

この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理アドレス」フィールドを更新する。

[0090] その後、有効オフセットを設定する（S88)。「転送先次書込み物理アドレス」が「転送先書込みモード」で割り切れる時には、「転送先有効オフセット物理アドレス」に「転送先次書込み物理アドレス」を書込む。

[0091] ホスト 102から転送されたデータをページ単位で書込む（S89)。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理アドレス」フィールドを更新する。

[0092] ホスト 102からの書込みデータの転送が終了したか否かを判定する（S90)。ホスト 1 02からのデータ転送が終了して、る場合、書込み周期分の残りのデータを書込み対象ブロックにコピーする（S91)。ホスト 102からのデータ転送が継続している場合、次に書込む領域が同じ論理グループカゝ否かを判断し (S92)、同じ論理グループであれば、データの書込みを継続する。異なる論理グループであれば処理を終了する。

[0093] 2. 1. 4 新規書込み

ステップ S12において、重複テーブル 107に登録がない場合、重複テーブル 107 での登録位置を決定した後（S23)、物理ブロックへの新規書込みを行う（S24)。これらの処理の詳細を説明する。

[0094] 図 16を参照し、ステップ S23の重複テーブルの登録位置の決定処理の詳細を説明する。重複テーブル 107の中で最も以前に使用された重複情報を求める（S121) 。この処理は重複テーブル 107において、これから書込むデータ用の空きレコードを確保するための候補を決定するもので、重複情報 0〜7のうちひとつを選択できればよい。ここでは LRU(Least Recently Used)に従った決定方法を使用している。

[0095] その求めた重複情報が有効力否かを判断する（S122)。有効であれば、集約処理を行う（S123)。求めた重複情報の「論理ブロックアドレス」の値力 OxFFFF以外であれば有効と判定し、 OxFFFFであれば無効と判定する。なお、 OxFFFFは、重複情報が初期化されたときに「論理ブロックアドレス」に設定される値である。

[0096] 図 17を参照し、ステップ S24の新規書込み処理の詳細を説明する。まず、重複テ一ブル 107への登録を行う（S41)。このとき、重複情報 107bの各フィールドの初期化を行う。「論理ブロックアドレス」にはホストの指定する論理ブロックアドレスを登録する。「転送元物理ブロックアドレス」には、ホスト 102の指定する論理ブロックアドレスに対応するデータが書きこまれている物理ブロックアドレス、即ち、論物変換テーブル力ホスト 102の指定する論理ブロックアドレスを基に得られるアドレスを登録する。「転送先物理ブロックアドレス」には、消去済みの物理ブロックアドレスを消去済みテーブル力も検索して登録する。この際、消去済みテーブルの該当ビットは書込み済みを示す状態に書き換える。「転送先先頭ページアドレス」には、ホスト 102の指定する論理セクタアドレスを登録する。

[0097] ホスト 102から転送されたデータをページ単位で書込む（S42)。状況に応じて「転送先次書込み論理アドレス」と「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0098] ホスト 102からの書込みデータの転送が終了したか否かを判定する（S43)。ホスト 1 02からのデータ転送が終了している場合、処理を終了する。ホスト 102からのデータ転送が継続してヽる場合、次に書込む領域が同じ論理グループカゝ否かを判断し (S4 4)、同じ論理グループであれば、データの書込みを継続する（S42)。異なる論理グループであれば処理を終了する。

[0099] 2. 1. 5 集約処理

集約処理について説明する。集約処理とは、転送元ブロックのデータと転送先プロックのデータの重複関係を解消するための処理である。

[0100] 図 18は、連続モードの場合の集約処理を説明するための図である。図 18 (a)に示すように転送元物理ブロック 99と転送先物理ブロック 100がある場合、これらのブロックが図 18 (b)に示すように転送先物理ブロック 100に集約され、転送元物理ブロック 99のデータは消去される。このとき、転送先物理ブロック 100においては、元々記録されて、た論理ブロック 10に続、て転送元物理ブロック 99から論理ブロック 10に連続する論理ブロック 11〜15がコピーされ、論理ブロック 15の後に論理ブロック 8、 9がコピーされる。

[0101] また、図 19は、上書きモード、ランダムモードの場合の集約処理を説明するための図である。この例では、転送元物理ブロック 99と転送先物理ブロック 100から、消去済みの物理ブロック 101に対して、それぞれ論理ブロックのデータをコピーし、その後、転送元物理ブロック 99と転送先物理ブロック 100のデータを消去する。

[0102] 以上のように、集約処理により、複数の論理ブロックに亘り書込まれていたデータを 1つの論理ブロックにまとめることができる。

[0103] 図 20、図 21のフローチャートを参照し、図 9のステップ S18の集約処理について説明する。重複情報 107bの「転送先書込みモード」の値から書込みモードを判定する（ S101)。書込みモードが上書きモード、ランダムモードであれば、図 21の処理を行う

[0104] 書込みモードが連続モードであれば、転送元ブロックから転送先ブロックへデータの一部をコピーする（S 102)。具体的には、「転送先次書込み論理アドレス」の値を含むページのデータを、転送元物理ブロッから転送先物理ブロックへコピーする。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み論理アドレス」と「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0105] 転送先物理ブロックにおいて最終ページまで書込まれた力否かを判断する（S103 )。最終ページまで書込みがなされた場合は、転送元物理ブロックのデータを消去する（S106)。「転送元物理ブロックアドレス」で示されるフラッシュメモリの物理ブロックのデータを消去する。この際、消去済みテーブル 105の該当ビットは消去済みを示す状態に書き換える。

[0106] その後、各種のテーブルを更新する（S107)。すなわち、集約された物理ブロック（転送先物理ブロック）につヽて論理アドレスと物理アドレスの対応を論物変換テープル 106に登録する。具体的には、論物変換テーブル 106の「論理ブロックアドレス」の値を、「転送先物理ブロックアドレス」の値に書き換える。また、重複情報 107bの各フィールドの無効化を行う。具体的には、「論理ブロックアドレス」には OxFFFF (無効を意味する値)を登録する。「転送元物理ブロックアドレス」、「転送先物理ブロックァドレス」、「転送先先頭ページ論理アドレス」、「転送先次書込み論理アドレス」、「転送先次書込み物理アドレス」、「転送先書込みモード」、及び「転送先有効オフセット物理アドレス」の各々に 0x0000を登録する。

[0107] 一方、最終ページまで書込みがなされてな!、場合は、論理ページのオーバーフロ一を判断する（S104)。具体的には「転送先次書込み論理アドレス」の値が 0x0100 のときに、論理ページがオーバーフローと判定し、 0x0100未満のときは、オーバーフローでないと判定する。

[0108] 論理ページがオーバーフローのときは、論理ページ番号を 0にする（S105)。具体的には、「転送先次書込み論理アドレス」の値に 0x0000を設定する。 [0109] ステップ 101において、書込みモードが上書きモード、ランダムモードの場合の処理を図 21を参照して説明する。

[0110] 消去済みテーブル 105を参照して消去済みブロックを取得し、また、論理ページ番号を 0にする（S 111)。論理ページ番号を 0にするために、「転送先次書込み物理ァドレス」を 0x0000に設定する。この段階で同じ重複レコードの他のフィールドの"転送先"とは異なる物理ブロックを指し示す状態となる。また、内部的な変数として「集約論理アドレス」を持ち、その値を 0x0000に設定する。

[0111] 重複情報に基づいて、集約するデータの読み出し先を判定する（S112)。転送元物理ブロックからデータを読み出す場合、転送元物理ブロックから消去済みブロックへデータをコピーする（S 113)。すなわち、「転送元物理ブロック」から、消去済みの物理ブロックに、「集約論理アドレス」のデータをコピーする。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0112] 転送先物理ブロックからデータを読み出す場合、転送先物理ブロックから消去済みブロックへデータをコピーする（S115)。すなわち、「転送先物理ブロック」から、消去済みの物理ブロックに、「集約論理アドレス」のデータをコピーする。この際、書込み状況に応じて「転送先次書込み物理アドレス」を更新する。

[0113] 転送先物理ブロックにおいて最終ページまで書込まれた力否かを判断する（S114 )。最終ページまで書込みがなされた場合は、転送元物理ブロックと転送先物理プロックのデータを消去する（S 117)。

[0114] その後、各種のテーブルを更新する（S118)。すなわち、論物変換テーブル 106の「論理ブロックアドレス」の値を、このフローで取得した消去済みブロックのアドレスに書き換える。また、重複情報 107bの各フィールドの無効化を行う。

[0115] 一方、最終ページまで書込みがなされてな、場合は、論理ページをインクリメントし

(S 116)、次の論理ページ (集約論理アドレス）のデータをコピーする。

[0116] 2. 1. 6 FAT書込み

図 9のフローチャートのステップ S 11の書込み領域判定において、書込み領域が F AT領域であると判定された場合の処理を以下に説明する。基本的な処理のフローはランダム書込みと全く同じであるが、書込み単位が論理グループによって固定された値であることと、 FAT領域の論理グループがデータ領域の論理グループよりも小さな容量で構成されるために、論理グループ単位で書込みを行った物理ブロックに対して更にランダムで書きこみを行う事ができるのが特徴である。その説明の前に本メモリカード 101による FAT領域に対する管理方法について説明する。

[0117] 図 22は、 FAT情報に対する論理グループの割当てについて説明した図である。

同図においては、論理セクタァドレス0〜97 (0 000〜0 0061)の領域には、未使用領域を含め、マスターブートレコードとパーティションブートレコードの情報が格納される。論理セクタァドレス98〜128 (0 0062〜0 0080)の領域には、 FAT1の情報力 S格糸内される。餘理セクタアドレス 129〜159 (0x008 l〜Ox009F)の領域に ίま、 FAT2の情報が格納される。論理セクタアドレス 160〜255 (OxOOAO〜OxOOFF) の領域には、ルートディレクトリの情報が格納される。

[0118] 本実施形態のメモリカード 101のコントローラ 103は、マスタブートレコードとパーテイシヨンブートレコードを格納する連続した領域 (セクタ 0〜セクタ 97の領域)を、論理グループ 0— 0に割り当てる。同様に、 FAT1の情報を格納するセクタ 98〜セクタ 12 8の領域を論理グループ 0— 1に、 FAT2の情報を格納するセクタ 129〜セクタ 159 の領域を論理グループ 0— 2にそれぞれ割り当てる。ルートディレクトリの情報を格納する領域を含むセクタ 160〜セクタ 255の領域を論理グループ 0— 3として割り当てる。そして、各論理グループ 0— 0〜0— 3に対応してフラッシュメモリ 103の物理ブロックを 1つずつ割り当てる。

[0119] マスタブートレコード、パーティションブートレコード、 FAT1、 FAT2、及びルートディレクトリの情報のサイズは合計しても 256セクタに満たないため、 1つの物理ブロックがあれば、これらの全ての情報を格納できる。しかし、本実施形態では、 FAT情報の種類に応じて論理グループ 0— 0〜0 3をそれぞれ割りあて、各論理グループ 0— 0 〜0 3に物理ブロックを対応させる。また、各論理グループ 0— 0〜0 3に対して F AT重複情報 0〜3をそれぞれ対応させる。 FAT重複情報 0〜3は、論理グループ 0 0〜0 3に対応する物理ブロックのアドレスを「転送先物理ブロックアドレス」に格納する。

[0120] 図 23Aは、本実施形態におけるカード容量が 128MBの場合の FAT情報に関する種々の管理条件を示した図である。図 23Aに示す情報はコントローラ 103が適宜参照できるようメモリカード 101内の FAT領域変換テーブル 108に保持されている。

[0121] カード容量が 128MBの場合、一般的に、図 22に示したように各 FAT情報の論理セクタアドレスが割り当てられる。同図を参照すると、論理セクタアドレス 0〜97 (0x00 0〜0x0061)の領域は、論理グループ 0— 0に対応する。論理グループ 0— 0の固定オフセットは 0である。論理グループ 0— 0の重複情報は FAT重複情報 0に格納される。集約条件は OxOOEOである。なお、集約条件は、物理ブロックサイズ (0x0100) から、その論理グループの書込み単位の大きさ（例えば、 0x0020)を減算して得られる値である。また、書込み単位の大きさは 32セクタであり、よって、論理グループ 0 ー0では、 1つの物理ブロックにおいて、セクタ 0〜セクタ 31、セクタ 32〜セクタ 63、セクタ 64〜セクタ 95、セクタ 96及び 97の 4つの書込み単位が含まれる。書込み単位の大きさは、論理グループにより異なっている。

[0122] 図 23Bは、 FAT領域変換テーブル 108の構成を示す図である。 FAT領域変換テ一ブル 108は、メモリカード（フラッシュメモリ 103)の容量に応じた、各論理グループ 0— 0〜0— 3に割り当てる論理アドレスの情報を格納する。同図に示すように、メモリカード 101の容量に応じて各論理グループ 0— 0〜0— 3に割り当てる領域の大きさを異ならせている。コントローラ 103はメモリカード 101の初期化時に FAT領域変換テ一ブル 108を参照してカード容量に基づ!/、て、 FAT領域の論理アドレスに対して論理グループの割り当てを行う。

[0123] 図 24A(a)は、 FAT領域に関する論理グループに対応して割り当てられる物理ブロックの領域構成を示した図である。なお、図 24A(a)は、 FAT2に関連する論理グループ 0— 2の例を示している。物理ブロックは、部分ブロック書込み領域と、固定ランダム書込み領域とを含む。物理ブロック先頭のページ 0〜ページ 7の領域が部分ブロック書込み領域であり、この領域に FAT2に関する情報（31セクタ分の情報）が最初に書込まれる。それに続くページ 8〜ページ 63の領域がランダム書込み領域であり、この領域には、重複書込みされるデータが格納される。ランダム書込み領域における書込み単位は図 23Aに示す書込み単位 (論理グループ 0— 2の場合は 4セクタ）であり、この値は部分ブロック書込み領域における書込み単位よりも小さい値となる。 [0124] データ領域への書込みの場合、重複書込みする場合は、元のデータが格納された物理ブロックとは別の物理ブロックにデータを書込んでいた。これに対して、 FAT領域における重複書込みの場合、元のデータが格納された物理ブロックと同じ物理ブロックにデータを書込む。すなわち、最初に部分ブロック書込み領域にデータが書込まれ、以後、既に書込み済みのデータの論理アドレスと同じ論理アドレスに対して別のデータを重複書込みする必要が生じた場合、その別のデータを同じ物理ブロック内の固定ランダム書込み領域に書込む。ランダム書込み領域の空きが無くなると、その物理ブロックは集約される。このように、 FAT情報の種類毎に物理ブロックを割り当て、さらに、物理ブロックにおいて重複書き込みを行うことで、比較的不規則なァクセス頻度が高い FAT領域での集約回数を低減でき、書き込み効率を向上できる。

[0125] なお、図 24A(b)に示すように、さらに別の物理ブロック Bにランダム書込み領域を設けて、ランダム書込み領域として使用する領域を拡張してもよい。その際には複数のランダム書込み領域を管理するために図 6 (a)で示した FAT領域の重複情報で管理すべき項目が増えス必要がある。図 24A(b)の場合は、図 24A (a)の場合よりも集約処理される回数が低減されるため、書込み効率をより向上できる。

[0126] 図 9のフローチャートのステップ S 11の書込み領域判定において、書込み領域が F AT領域であると判定された場合の処理を図 10を参照して説明する。

[0127] 最初に、重複テーブル 107において、ホスト 102が指定する論理アドレスに対応する FAT重複情報の登録があるか否かを判定する（S31)。具体的には、ホスト 102が指定する論理アドレスに対応する FAT重複情報の「転送先物理ブロックアドレス」が 0x0000であれば、登録ありと判定し、 0x0000以外であれば、登録なしと判定する。

[0128] FAT重複情報の登録がない場合、消去済みブロックを取得 (S35)後、その消去済みブロックに FAT情報を書込む（S33)。

[0129] FAT重複情報の登録がある場合、 FAT重複情報が指定する物理ブロックにおいて未書込みページの有無を判断する（S32)。ホスト 102が指定する論理アドレスに対応する FAT重複情報の「転送先アロケーション物理ページ」が、集約条件（図 23A 参照）と同じであれば未書込みページ無しと判定し、同じでなければ、未書込みべ一ジありと判定する。 [0130] 未書込みページがあれば、その未書込みページに FAT情報を書込む FAT書込み処理を行う（S33)。未書込みページがなければ、集約処理を行った (S34)後、消去済みブロックを取得し（S35)、その消去済みブロックに FAT情報を書込む FAT書込み処理を行う（S33)。

[0131] 図 24Bを参照し、上記ステップ S33の FAT書込み処理を説明する。ホスト 102から受けた論理アドレスに対応する書込み単位配置テーブルを取得する（S131)。具体的には、ホスト 102から指定された論理セクタアドレスに基づき、図 23Aに示す情報にしたがい、その論理アドレスに該当する論理グループを決定し、その論理グループに対応する FAT重複情報を特定し、読み出す。例えば、ホスト 102からの論理セクタアドレス力 0x0020であれば、論理グループ 0— 0の FAT重複情報 0を取得する。その取得した FAT重複情報の「転送先物理ブロックアドレス」と「転送先アロケーション物理ページ」で指定されるフラッシュメモリの管理領域から、最新の書込み単位配置テーブル 150を読み出す。

[0132] 次に、書込み先を設定する（S132)。対応する FAT重複情報の「転送先物理プロックアドレス」を書込み先の物理ブロックアドレスとし、「転送先アロケーション物理べージ」に、該当する論理グループの「書込み単位のサイズ」を加算したものを書込み先の物理セクタアドレスとする。

[0133] 有効オフセットを設定する（S 133)。対応する FAT重複情報の「転送先ァロケ一シヨン物理ページ」に、書込み先の物理ページを書込む。

[0134] 直ぐにデータを書込みできる力否かを判断する（S 134)。この判断は次のように行う。ホスト 102が指定する論理セクタアドレスを、該当する論理グループの「固定オフセット」で割った剰余が 1ページ未満 (0x0003未満)であれば、直ぐに書込み可と判定する。それ以外は直ぐに書込み不可と判定する。

[0135] 直ぐに書込みができなければ、ホスト 102により指定されたアドレスの直前までのデータを、書込み対象ブロックにコピーする（S135)。すなわち、論物変換テーブル 10 6から得られる物理ブロックから、書込み先の物理ブロックへ、該当する論理グループの「固定オフセット」力ホストの指定するセクタアドレスの直前までのデータをコピーする。この際、書込み状況に応じて書込み先の物理セクタをインクリメントする。フラッシュメモリ 103の管理領域には、書込み単位配置テーブル 150を更新して書込む。

[0136] その後、有効オフセットの設定を行う（S136)。書込み先の物理セクタが、対応する論理グループの「書込み単位のサイズ」で割り切れるときには、 FAT重複情報の「転送先アロケーション物理ページ」に書込み先の物理ページを書込む。

[0137] 次に、ホスト 102が転送してくるデータを前のステップで設定した書込み先力もぺージ単位で順次書込む（S 137)。この際、書込み状況に応じて書込み先の物理セクタアドレスをインクリメントする。フラッシュメモリ 103の管理領域には、書込み単位配置テーブル 150を更新して書込む。

[0138] ホスト 102からの書込みデータの転送が継続しているか否か判断する（S138)。データ転送が終了すれば、論理グループのデータを書込み対象ブロックにコピーする（ S139)。具体的には、論物変換テーブル 106から得られる物理ブロックから書込み先の物理ブロックへ、対応する論理グループ内に含まれるデータのうち、未だ書込まれていない部分を全てコピーする。この際、書込み状況に応じて書込み先の物理セクタアドレスをインクリメントする。フラッシュメモリ 103の管理領域には、書込み単位配置テーブル 150を更新して書込む。

[0139] データ転送が «続中であれば、次の書込みデータが前回と同じ論理グループ力否かを判断し（S140)、同じであれば、次のデータを書込む。異なっていれば、本処理を終了する。

[0140] 2. 1. 7 書込み動作の具体例

(例 1)連続書込みモードの例

図 25から図 31を参照し、新規書込み力連続書込みモード時の例について説明する。図 25にお!/ヽて、ホス卜 102力ら、餘理ブロック 0x0010、餘理セクタ 0x0020〜 0x003Fの領域へ新規にデータの書込みが要求されると、重複情報に登録がない（ S 12)ケースにおいて新規書込み（S 24)が行われ、消去済みブロックである物理ブロック 100にデータが書込まれる。

[0141] 上記の状況下において重複テーブル 107の重複情報 107bは次のように設定される。「論理ブロックアドレス」には、ホスト 102から指定された論理アドレス 0x0010が設定される。「転送先物理ブロックアドレス」には、論物変換テーブルにおいて論理プロックアドレス 0x0010に対応する値である 0x0000が設定される。「転送先物理ブロックアドレス」には、データが書込まれる予定の物理ブロック 100のブロックアドレスを示す 0x0100力設定される。「転送先先頭ページ論理アドレス」には、ホスト 102から指定された先頭の論理セクタの値 0x0020が設定される。「転送先書込みモード」には「連続」を示す 0x0000が設定される。重複情報 107bの他のフィールドには初期値が設定される。

[0142] その後、ホスト 102の要求にしたがい論理セクタ 0x0020〜0x003F分のデータが物理ブロック 100の先頭力も書込まれる。そのときの状態が図 26に示す状態である。図 26において、重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」には、 0x0040力 S 格納され、「転送先次書込み物理アドレス」には、 0x0020が格納される。

[0143] 続けて、ホス卜 102力ら餘理ブロック 0x0010、餘理セクタ 0x0040〜0x007Fの領域へのデータの書込み要求に対して連続書込みが行われる（S22)。物理ブロック 1 00にお、て記録済みの領域と物理的に連続する領域に、論理的に連続するデータが書込まれる。そのときの状態が図 27に示す状態である。図 27において、重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」の値は 0x0080に更新され、「転送先次書込み物理アドレス」は 0x0060に更新されている。

[0144] 図 27に示す状態において、ホスト 102から不連続な論理アドレスへの書込み要求があると、すなわち、論理セクタアドレス 0x00E0〜0x00FFの領域への書込み要求力 Sあると、図 28に示すように、まず！^理セクタアドレス 0x0080〜0x00DFにお!/ヽて重複情報 107bの「転送元物理ブロック」からデータを読み出して「転送先物理ブロック」へとコピーする必要がある。しかし、ここでは、重複情報 107bの「転送元物理プロック」には、無効値を表す 0x0000が格納されており、これは、転送元物理ブロックがないことを意味する。よって、ここでは、論理セクタアドレス 0x0080〜0x00DF〖こは、所定データ（例えば「FF」）を書込む。その後に続いて、図 29に示すように、ホスト 10 2から要求のあった論理セクタアドレス 0x00E0〜0x00FFのデータを書込む。このように、本実施形態では、データが書込まれた領域が不連続とならないよう、空き領域にデータを補充した後に指定された領域にデータを書込む処理を行う。なお、上記において、所定データを書込むのは、物理ブロック 100に新規にデータが書込まれているためである（注：物理ブロック 100の重複情報 107bの転送元物理ブロックアドレスには 0x0000力格納されており、これは物理ブロック 100に新規にデータが書込まれていることを意味する。 ) ₀転送元の物理ブロックからの重複書込みの場合は、転送元の物理ブロックの対応する論理アドレスのデータがコピーされる。

[0145] 図 29の状態で、集約処理がなされる場合、物理ブロック 100の残りの領域に、論理アドレスが連続となるようデータが書込まれる。すなわち、図 30に示すように、論理セクタアドレス 0x00E0〜0x001Fのデータとして重複情報 107bの「転送元物理ブロック」のデータを書込む、ここでは「転送元物理ブロック」が無効値なので所定データが書込まれる。そして、論物変換テーブル 106の論理ブロック 0x0010に対応する値が物理ブロック 100のブロックアドレスを示す 0x0100に更新され、重複情報 107bが初期化される。

[0146] 上記の例では、書込み周期が 32セクタの場合の書込み動作の例を示したが、図 3 1に示すようにセクタ単位での書込み動作の場合も同様である。

[0147] (例 2)上書き書込みモードの例

図 32から図 34を参照し、新規書込みから上書き書込みモードの場合の例について説明する。図 32にお!/ヽて、ホス卜 102力ら、餘理ブロック 0x0010、餘理セクタ 0x0 0E0〜0x00FFの領域へ新規にデータの書込みが要求されると、消去済みブロックである物理ブロック 100にデータが書込まれる。

[0148] 上記の状況下において重複テーブル 107の重複情報 107bは次のように設定される。「論理ブロックアドレス」には、ホスト 102から指定された論理アドレス 0x0010が設定される。「転送先物理ブロックアドレス」には、論物変換テーブルにおいて論理プロックアドレス 0x0010に対応する値である 0x0000が設定される。「転送先物理ブロックアドレス」には、データが書込まれる予定の物理ブロック 100のブロックアドレスを示す 0x0100力設定される。「転送先先頭ページ論理アドレス」には、ホスト 102から指定された先頭の論理セクタの値 OxOOEOが設定される。「転送先次書込み論理アドレス」には、 0x0100力 S格納される。「転送先次書込み物理アドレス」には、 0x0020力 S 格納される。「転送先書込みモード」には「連続」を示す 0x0000が設定される。重複情報 107bの他のフィールドには初期値が設定される。 [0149] さらに、図 33に示すように、ホスト 102力ら、前回と同じ論理アドレスにデータの書込み要求があると、物理ブロック 100において前回書込まれた領域（ページ 0〜ページ 7)に続く領域に新たにデータが書込まれる。このとき、重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」には 0x0040に、「転送先有効オフセット物理アドレス」には、 0 X0020に更新される。また、「転送先書込みモード」には、上書きを意味する OxFFF Fが設定される。

[0150] さらに、図 34に示すように、ホスト 102力ら、前回と同じ論理アドレスにデータの書込み要求があると、物理ブロック 100において前回書込まれた領域（ページ 8〜ページ F)に続く領域に新たにデータが書込まれる。このとき、重複情報 107bの「転送先次書込み論理アドレス」には 0x0060に、「転送先有効オフセット物理アドレス」には、 0 x0040に更新される。

[0151] (例 3) 上書きされたブロックの集約

図 35、図 36を参照し、上書き書込みされたブロックの集約処理の例について説明する。図 35に示すように物理ブロック 100において最後に上書き書込みがなされたデータが、消去済み物理ブロック 101にコピーされる。物理ブロック 101において、残りの領域 (ページ 8〜3F)には、重複情報 107bの「転送元物理ブロック」から読み出したデータを書込む必要がある力ここでは重複情報 107bの「転送元物理ブロック」は無効値を表す 0x0000が格納されて、るので所定データ (FF)が書込まれる。

[0152] その後、図 36に示すように物理ブロック 100が消去される。これに伴い、物理ブロック 100に関する重複情報は初期化されるとともに、論物変換テーブル 106に物理ブロック 101が登録される。

[0153] (例 4) ランダム書込みモードの例

図 37を参照し、ランダム書込みモードの例について説明する。図 37は、物理ブロック 100においてページ 0〜ページ 17の領域において上書きモードで論理セクタアドレス E0〜FFのデータが順次書込まれた後に（図 34の状態に相当する）、ページ 18 〜ページ 1Fの領域において論理セクタアドレス 00〜1Fのデータがランダムモードで書込まれた例を示す。

[0154] 重複情報 107bの「転送先次書込み物理アドレス」には、消去済み領域の先頭物理アドレスである 0x0080が設定される。「転送先有効オフセット物理アドレス」には、ランダムモードで書込まれたデータのオフセット値である 0x0060が設定される。「転送先書込みモード」には、ランダム書込み周期である 0x0020が設定される。

[0155] 書込み単位配置テーブル 150の「書込み単位」にはランダム書込み周期である Ox 0020が設定される。「書込み単位 0先頭アドレス」には、論理アドレス 00〜1Fのデータが格納される領域の先頭物理アドレスが格納される。ここでは、ページ 18〜ページ 1Fに書込まれたデータの先頭アドレスである 0x0060が設定される。「書込み単位 7 先頭アドレス」には、論理アドレス E0〜FFのデータが格納される領域の先頭物理ァドレスが格納される。ここでは、ページ 10〜ページ 17に書込まれたデータの先頭アドレスである 0x0040が設定される。「書込み単位 1先頭アドレス」等の OxFFFFは、データが転送元のブロックに格納されて、ることを示す。

[0156] 2. 2 読み出し動作

フラッシュメモリ 103からの読み出し動作について図 38を参照して説明する。

最初に、ホスト 102から指定された、読み出し論理アドレスを取得する（S201)。なお、ホスト 102の指定する論理ブロックアドレスを「読出し論理ブロックアドレス」とし、論理セクタアドレスを「読出し論理セクタアドレス」とする。

[0157] ホストの指定する論理アドレスが FAT領域かデータ領域かを判断し、読み出し領域を判定する（S202)。

[0158] 読み出し領域がデータ領域の場合、 FAT領域の場合、図 43に示す処理を行う（詳細は後述)。読み出し領域がデータ領域の場合、内部変数として重複インデックス (X )に 0x0000を設定する (S203)。

[0159] 重複テーブル 107の X番目の重複情報（重複情報 X)の論理ブロックアドレスを取得（S204)。

[0160] 重複テーブル 107から取得した論理ブロックアドレスと、ホストが指定する論理ブロックアドレスとを比較する（S205)。

[0161] 両論理ァドレスが異なっていれば、重複インデックス (X)をインクリメントし（S 206)、次の重複情報について論理ブロックアドレスを比較する。ここで、重複情報は 8個しかないので、重複インデックス (X)の値が 8以上になったときは、オーバーフローとし（S 207)、通常読み出し処理を行う（S208)。

[0162] 両論理ァドレスが一致して!/、れば、重複情報 Xの「転送先書込みモード」の値を取得し (S211)、書込みモードを判定し (S212)、書込みモードに応じた読み出し処理

(S213、 S214、 S215)を行う。

[0163] 各読み出し処理（S208、 S213、 S214、 S215)の終了後、読み出し論理ブロックアドレスをブロック単位でインクリメントし、読み出し論理セクタアドレスを 0x0000に設定する（S209)。

[0164] 以上の処理を、ホスト 102から、読み出しの終了を示すコマンドを受信するまで繰り返す (S210)。以下、各読み出し処理の詳細を説明する。

[0165] 2. 2. 1 通常読み出し

図 39のフローチャートを参照し、通常読み出し処理 (S208)を説明する。論物変換テーブル 106力ら、読み出し論理ブロックアドレスに対応する物理ブロックアドレスを取得する（S221)。

[0166] 取得した物理ブロックアドレスで指定される物理ブロックのオフセット情報をフラッシュメモリ 103から読み出す (S222)。具体的には、取得した物理ブロックアドレスで指定されるブロックの先頭物理ページの管理領域に書かれている論理セクタアドレスをフラッシュメモリから読み出し、その物理ブロックのオフセット値の情報を得る。

[0167] 読み出し論理セクタ力オフセット値を減算することで、読み出し論理セクタアドレスに対応する、読み出し物理セクタアドレスを得る（S223)。読み出し物理セクタァドレスのデータをページ単位で読み出す（S 224)。

[0168] 読み出し論理セクタアドレスをページ単位でインクリメントする（S225)。ホスト 102 力もの読み出しが終了した力否かを判断し (S226)、読み出しが終了したときは、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続しているときは、読み出し論理セクタアドレスのオーバーフローを判断する（S227)。オーバーフローしてなければ、ステップ S223に戻り、次のデータを読み出し、オーバーフローしていれば、本通常読み出し処理を終了する。

[0169] 2. 2. 2 連続読み出し

図 40のフローチャートを参照し、連続読み出し処理 (S213)を説明する。重複テーブル 107における対応の重複情報を取得する（S231)。すなわち、重複情報から、「転送元物理ブロックアドレス」、「転送先物理ブロックアドレス」、「転送先先頭ページ論理アドレス」、「転送先次書込み論理アドレス」の情報を得る。

[0170] 転送元物理ブロックのオフセット値の情報をフラッシュメモリ 103から取得する（S23 2)。データの読み出し先が転送元物理ブロックか転送先物理ブロックかを判定する（ S233)。具体的には、読み出し論理セクタアドレスが、「転送先先頭ページ論理アドレス」を含むページの先頭アドレスよりも小さ!、とき、又は「転送先次書込み論理アドレス」よりも大きいときに、転送元からの読出しと判定する。それ以外は、転送先からの読出しと判定する。

[0171] 転送元力の読み出しの場合、転送元物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S 234)。読み出し論理セクタアドレスから、転送元物理ブロックのオフセット値を減算することで、「読出し論理セクタアドレス」に対応するデータが書込まれている物理セクタを得ることができる。

[0172] 取得した転送元物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す (S235)。

[0173] ステップ S233において、転送先力もの読み出しの場合、転送先物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S239)。読み出し論理セクタアドレスから、転送先先頭ぺージ論理アドレスを減算することで、「読出し論理セクタアドレス」に対応するデータが書込まれて！/ヽる物理セクタを得ることができる。

[0174] 取得した転送先物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す（S240)。

[0175] ホスト 102から読み出しが継続している力否かを判断し（S236)、終了していれば、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続していれば、読み出し論理セクタアドレスをページ単位でインクリメントし (S237)、読み出し論理セクタァドレスのオーバーフローを判断する（S238)。オーバーフローしてなければ、ステップ S233に戻り、次のデータを読み出し、オーバーフローしていれば、本連続読み出し処理を終了する。

[0176] 2. 2. 3 上書読み出し図 41のフローチャートを参照し、上書き読み出し処理 (S214)を説明する。重複テ一ブル 107における対応の重複情報を取得する（S251)。すなわち、重複情報から、「転送元物理ブロックアドレス」、「転送先物理ブロックアドレス」、「転送先先頭ぺージ論理アドレス」、「転送先次書込み論理アドレス」、「転送先有効オフセット物理アドレス」の情報を得る。

[0177] 転送元物理ブロックのオフセット値の情報をフラッシュメモリ 103から取得する（S25 2)。データの読み出し先が転送元物理ブロックか転送先物理ブロックかを判定する（ S253)。具体的には、読み出し論理セクタアドレスが「転送先先頭ページ論理アドレス」を含むページの先頭アドレスよりも小さ!、とき、又は「転送先次書込み論理アドレス」よりも大きいときに、転送元からの読出しと判定する。それ以外は、転送先からの読出しと判定する。

[0178] 転送元力の読み出しの場合、転送元物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S 254)。

[0179] 取得した転送元物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す (S255)。

[0180] ステップ S253において、転送先力もの読み出しの場合、転送先物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S259)。読み出し論理セクタアドレスから、転送先先頭ぺージ論理アドレスを減算し、さらに、その値に「転送先有効オフセット物理アドレス」をカロ算することで、読出し論理セクタアドレスに対応するデータが書込まれて、る物理セクタを得ることがでさる。

[0181] 取得した転送先物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す（S260)。

[0182] その後、ホスト 102から読み出しが継続して、るか否かを判断し（S256)、終了していれば、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続していれば、読み出し論理セクタアドレスをページ単位でインクリメントし (S257)、読み出し論理セクタアドレスのオーバーフローを判断する（S258)。オーバーフローしてなければ、ステップ S253に戻り、次のデータを読み出し、オーバーフローしていれば、本上書き読み出し処理を終了する。 [0183] 2. 2. 4 ランダム読み出し

図 42のフローチャートを参照し、ランダム読み出し処理 (S215)を説明する。重複テーブル 107において対応の重複情報を取得する（S271)。すなわち、重複情報から、「転送元物理ブロックアドレス」、「転送先物理ブロックアドレス」、「転送先先頭べージ論理アドレス」、「転送先次書込み論理アドレス」、「転送先書込みモード」、「転送先有効オフセット物理アドレス」の情報を得る。

[0184] 転送元物理ブロックのオフセット値の情報をフラッシュメモリ 103から取得する（S27 2)。

[0185] 「転送先物理ブロックアドレス」と「転送先有効オフセット物理アドレス」で指定されるフラッシュメモリ 103の管理領域から、書込み単位配置テーブル 150の情報を得る（2

73)。

[0186] データの読み出し先が転送元物理ブロックか転送先物理ブロックかを判定する（S2

74)。この判定は以下のように行う。まず、複数の書込み単位の中から、読み出し論理セクタアドレスを含む 1つの書込み単位を決定する。次に、書込み単位配置テープル 150を参照し、求めた書込み単位のデータが格納される領域の先頭物理アドレスを取得する。例えば、書込み単位の値が OxOOl Oh ( 16セクタ（=4ページ））であれば、 1物理ブロック内に 16個の書込み単位 (書込み単位 0〜F)が含まれる。読み出し論理セクタアドレスが ΟχΟΟΙΒであれば、読み出し論理セクタアドレスを含む書込み単位は、 2番目の書込み単位 (書込み単位 1)となる。その後、書込み単位配置テーブル 150を参照し、書込み単位 1の先頭アドレスを取得する。取得した先頭物理アドレスが無効値であれば転送元力の読み出しと判定する。有効値であれば転送先からの読み出しと判定する。

[0187] 転送元力の読み出しの場合、転送元物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S 275)。取得した転送元物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す (S276)。

[0188] ステップ S274において、転送先力もの読み出しの場合、転送先物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S280)。読み出し論理セクタアドレスを「転送先書込みモード」の値で除した剰余に、書込み単位配置テーブル 150から求めた先頭物理アドレスを加算することで、読出し論理セクタアドレスに対応する、読み出し物理セクタを得ることができる。取得した転送先物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す (S281)。

[0189] その後、ホスト 102から読み出しが継続して、るか否かを判断し（S277)、終了していれば、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続していれば、読み出し論理セクタアドレスをページ単位でインクリメントし (S278)、読み出し論理セクタアドレスのオーバーフローを判断する（S279)。オーバーフローしてなければ、ステップ S274に戻り、次のデータを読み出し、オーバーフローしていれば、本ランダム読み出し処理を終了する。

2. 2. 5 FAT読み出し

図 38のフローチャートのステップ S202の読み出し領域判定において FAT領域からの読み出しであると判断されたときに実行される、図 43に示す処理について説明する。

[0190] 図 43において、論理ブロックアドレスに対応する FAT重複情報が有効か否かを判断する（S291)。具体的には以下のように行う。読出し論理セクタアドレスの値から、以下のようにして対応する重複テーブル 107の FAT重複情報を求める。

[表 1]

論理セクタァドレス該当する FAT重複情報

0x 0000 -0 x0061 FAT重複情報 0

FAT重複情報 1

FAT重複情報 2

FAT重複情報 3 その「転送先物理ブロックアドレス」を取得し、その値の有効/無効を判定する。その値が OxOOOO (無効値）の時には無効と判定し、 0x0000以外の時には有効と判定する。

[0191] FAT重複情報が無効であるとき、 FAT通常読み出し処理を行い（S292)、 FAT重複情報が有効であるとき、 FAT重複読み出し処理を行う（S293)。

[0192] その後、読み出し論理ブロックアドレスをブロック単位でインクリメントするとともに、読み出し論理セクタアドレスに 0x0000を設定する（S94)。 [0193] ホスト 102からの読み出しが終了した力否かを判定し（S295)、終了していれば、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続していれば、ステップ S202に戻り、次の読み出しを行う。

[0194] 2. 2. 5. 1 FAT通常読み出し

図 44のフローチャートを参照し、上記ステップ S292の FAT通常読み出し処理を説明する。

[0195] 論物変換テーブル 106から、読み出し論理ブロックアドレスに対応する物理ブロックアドレスを取得する（S301)。

[0196] 読み出し論理セクタアドレスから固定オフセット値（図 23A参照）を減算することで、部分ブロック書込み領域の読み出し物理セクタアドレスを得る（S302)。読み出し物理セクタアドレスのデータをページ単位で読み出す（S303)。

[0197] ホスト 102からの読み出しが終了した力否かを判断し（S304)、読み出しが終了したときは、読み出し処理全体を終了する。

[0198] ホスト 102からの読み出しが継続しているときは、読み出し論理セクタアドレスをぺージ単位でインクリメントする（S305)。

[0199] 読み出し論理セクタアドレスのオーバーフローを判断する（S306)。オーバーフロ一してなければ、ステップ S302に戻り、次のデータを読み出す。オーバーフローしていれば、本 FAT通常読み出し処理を終了する。

[0200] 2. 2. 5. 2 FAT重複読み出し

図 45のフローチャートを参照し、上記ステップ S293の FAT重複読み出し処理を説明する。

[0201] 重複テーブル 107において対応の重複情報を取得する（S311)。すなわち、重複情報から、「転送先物理ブロックアドレス」、「転送先アロケーション物理ページ」の情報を得る。

[0202] 「転送先物理ブロックアドレス」と「転送先アロケーション物理ページ」で指定されるフラッシュメモリ 103の管理領域から、書込み単位配置テーブル 150の情報を得る（31 2)。

[0203] データの読み出し先が転送元物理ブロックか転送先物理ブロックかを判定する（S3 13)。すなわち、読み出し論理セクタアドレスから固定オフセット（図 23A参照）を減算し、その減算した値を FAT領域に固有の書込み単位で除す。その商に基づき、書込み単位配置テーブル 150を参照し、読み出し論理セクタアドレスに対応する書込み単位の先頭物理アドレスを取得する。その先頭物理アドレスの値が無効値であれば、転送元からの読み出しと判定し、有効値であれば転送先からの読み出しと判定する。

[0204] 転送元力の読み出しの場合、転送元物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S 314)。取得した転送先物理ブロックにおける読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す (S315)。

[0205] ステップ S313において、転送先力もの読み出しの場合、転送先物理ブロックの読み出し物理セクタを得る（S319)。読み出し論理セクタアドレスから、固定オフセットを減算し、その値を、 FAT領域に固有の書込み単位で除す。その商に基づき、書込み単位配置テーブル 150を参照して得た先頭物理アドレスに、剰余を加算することで、読出し論理セクタアドレスに対応する物理セクタが得られる。

[0206] 取得した転送先物理ブロックの読み出し物理セクタのデータをページ単位で読み出す（S320)。

[0207] その後、ホスト 102から読み出しが継続しているか否かを判断し（S316)、終了していれば、読み出し処理全体を終了する。ホスト 102からの読み出しが継続していれば、読み出し論理セクタアドレスをページ単位でインクリメントし (S317)、読み出し論理セクタアドレスのオーバーフローを判断する（S318)。オーバーフローしてなければ、ステップ S313に戻り、次のデータを読み出し、オーバーフローしていれば、本 FAT 重複読み出し処理を終了する。

[0208] 本発明は、特定の実施形態について説明されてきたが、当業者にとっては他の多くの変形例、修正、他の利用が明らかである。それゆえ、本発明は、ここでの特定の開示に限定されず、添付の請求の範囲によってのみ限定され得る。なお、本出願は日本国特許出願、特願 2004— 133112号（2004年 4月 28日提出）、特願 2004— 133113号（2004年 4月 28曰提出）、特願 2004— 138200号（2004年 5月 7曰提出）に関連し、それらの内容は参照することにより本文中に組み入れられる。産業上の利用可能性

本発明にかかる不揮発性記憶装置の書込み方法は、ホストからのデータの書込み処理を高速に実行できると共に、処理に必要な物理ブロックの数を少なくすることができ、フラッシュメモリのデータ書換え回数を高めることができるとの特有の効果を有し、不揮発性記憶装置、メモリカード、不揮発性メモリのコントローラ装置等に有用である。

Claims

請求の範囲

[1] ホストからの論理アドレスを受けてデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置であって、

物理アドレスによりデータの書込み、読み出しが行われ、複数の物理ブロック力構成される不揮発性メモリと、

論理アドレスと物理アドレスの対応情報を、所定の管理単位領域毎に論理グループアドレスと、 1つ以上の物理ブロック力なる物理グループのアドレスとの対応情報をとして格納する論物変換テーブルと、

前記論物変換テーブルで対応付けられている論理グループアドレスと同一の論理グループアドレスを持つデータにっ、て、前記管理単位領域のサイズよりも小さなサィズのデータの論理アドレスと物理アドレスの対応情報として格納する重複テーブルと、

前記不揮発性記憶装置の動作制御を行うコントローラとを備え、

前記コントローラは、一の管理単位領域に書込み済みのデータと同一の論理アドレスを持つデータを、他の管理単位領域に重複して書込むことを許可し、その重複して書込むための書込みモードを複数有し、前記ホストからの論理アドレスの変化の状況に応じて、前記論物変換テーブルの情報を更新することなぐ前記書込みモードを選択的に切り替える、

不揮発性記憶装置。

[2] 前記コントローラは、ホストからの論理アドレスと、その論理アドレスに対応する重複テーブルの情報とに基いて前記書込みモードを切り替える、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[3] 重複テーブルは、重複配置されるデータの論理グループアドレスに対応する所定情報を、複数の論理グループアドレスに対応して格納するための複数のレコードを有する、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[4] 前記書込みモードは、同一の論理グループアドレスに対する複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等、サイズのデ一タを書込むランダムモードを含む、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[5] 前記不揮発性メモリは、前記書込み単位毎のデータについて、不揮発性メモリ内における配置情報を格納する、請求項 4記載の不揮発性記憶装置。

[6] 前記配置情報は、最後に書込まれた書込み単位のデータとともに前記不揮発性メモリに書込まれる、請求項 5記載の不揮発性記憶装置。

[7] 前記配置情報は、前記不揮発性メモリの管理領域に書込まれる、請求項 5記載の不揮発性記憶装置。

[8] 前記配置情報は、前記書込み単位のデータが書込まれた領域の物理アドレス位置を直接的に示す情報と、前記書込み単位毎のデータが重複して配置されていないことを示す情報とを含む、請求項 5記載の不揮発性記憶装置。

[9] 前記重複テーブルは、重複して配置されたデータが格納された不揮発性メモリ内の領域の前記配置情報が格納された物理位置の情報を含む、請求項 4記載の不揮発性記憶装置。

[10] 前記コントローラはランダム書込みを行うときに、ホストからの書込みデータのサイズが前記書込み単位よりも小さ!、ときは、書込みデータの合計サイズが前記書込み単位のサイズとなるように不足分のデータを補充してデータを書込む、請求項 4記載の不揮発性記憶装置。

[11] 前記書込みモードは、同一の論理グループアドレスに対する複数回のホストの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位のサイズで、かつ、前回に書込まれたデータと同じ論理アドレス範囲を持つデータを書込む上書きモードを含む、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[12] 前記書込みモードはさらに、複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズのデータをコマンド毎に書込むランダムモードを含み、

前記コントローラは、上書きモードでの書込み中にホストから指定された論理アドレスカ続けて上書きモードで書込みを行うことができないアドレス範囲にある場合に、前記ランダムモードでの書込みを行う、請求項 11記載の不揮発性記憶装置。

[13] 前記重複テーブルは、重複して配置されたデータに関して、最初の論理アドレスと、最後の論理アドレスと、最後に上書きモードで書込まれた前記書込み単位のデータの物理位置情報とを含む、請求項 11記載の不揮発性記憶装置。

[14] 前記コントローラは、前記ホストから指定されたアドレス力前記重複テーブルに格納された情報の最初のアドレス以上で、かつ、最後のアドレスよりも小さい値である場合に、上書きモードで書込みを行う、請求項 11記載の不揮発性記憶装置。

[15] 前記コントローラは上書き書込みを行うときに、前記ホストからの書込みデータが前記書込み単位よりも小さいときには、書込みデータの合計サイズが前記書込み単位のサイズとなるように不足分のデータを補充してデータを書込む、請求項 11記載の不揮発性記憶装置。

[16] 前記書込みモードは、同一の論理グループアドレスに対する複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位領域にお！ヽてデータを論理アドレス順に連続して書込む連続モードを含む、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[17] 前記コントローラは、前記管理単位領域において、論理アドレスのオフセットを持つた状態でデータを書込む、請求項 16記載の不揮発性記憶装置。

[18] 前記論理アドレスのオフセットの情報を前記不揮発性メモリに格納する、請求項 17 記載の不揮発性記憶装置。

[19] 前記書込みモードはさらに、複数回のホストの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズで、かつ、前回に書込まれたデータと同じ論理アドレス範囲を持つデータをコマンド毎に書込む上書きモードを含み、前記コントローラは、連続モードでの書込み中にホストから指定された論理アドレス力直前の連続モードでの書込み時と同じ管理単位領域の論理アドレスではあるが、続けて連続モードで書込みを行うことができないアドレス範囲にある場合に、前記上書きモードで書込みを行う、請求項 16記載の不揮発性記憶装置。

[20] 前記書込みモードはさらに、複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズのデータをコマンド毎に書込むランダムモードを含み、

前記コントローラは、連続モードでの書込み中にホストから指定された論理アドレス力直前の連続モードでの書込み時と同じ管理単位の論理アドレスではある力続けて連続モードで書込みを行うことができないアドレス範囲にある場合に、前記ランダムモードで書込みを行う、請求項 16記載の不揮発性記憶装置。

[21] 前記重複テーブルは、重複して配置されたデータに関しての最初の論理アドレスと

、最後の論理アドレスとを含む、請求項 16記載の不揮発性記憶装置。

[22] 前記コントローラは、前記ホストから指定する論理アドレスが重複テーブルに格納された最後の論理アドレス情報よりも大き、ときに、続けて連続書込みモードで書込みを行う、請求項 21記載の不揮発性記憶装置。

[23] 前記書込みモードはさらに、複数回のホストの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズで、かつ、前回に書込まれたデータと同じ論理アドレス範囲を持つデータをコマンド毎に書込む上書きモードを含み、前記コントローラは、前記ホストから指定するアドレスが重複テーブルに格納された最初のアドレス以上で、かつ、最後のアドレスよりも小さいときに、前記上書きモードに移行して書込みを行う、請求項 21記載の不揮発性記憶装置。

[24] 前記書込みモードはさらに、複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズのデータをコマンド毎に書込むランダムモードを含み、

前記コントローラは、前記ホストから指定するアドレスが重複テーブルに格納された最初のアドレス情報よりも小さいときに、前記ランダムモードに移行して書込みを行う

、請求項 21記載の不揮発性記憶装置。

[25] 前記コントローラは、前記管理単位領域内の最後の論理アドレスのデータを書込んだ後に、前記管理単位領域内に未書込みの領域があるときは、前記管理単位領域内の最初の論理アドレスのデータ力順に前記未書込みの領域に書込む、請求項 1

6記載の不揮発性記憶装置。

[26] 前記コントローラは、所定範囲に含まれる論理アドレスに対しては、前記所定範囲に含まれない論理アドレスに対する書込みモードとは異なる書込みモードを選択する

、請求項 1記載の不揮発性記憶装置。

[27] 前記重複テーブルは、前記所定範囲に含まれる論理グループの個々に対応して専用のレコードを有する、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[28] 前記論物変換テーブルは、前記所定範囲に含まれる論理アドレスに対応する情報と、前記所定範囲に含まれない論理アドレスに対応する情報とで構成が異なる、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[29] 前記所定範囲に含まれる論理アドレスの論理グループのサイズは、前記所定範囲に含まれない論理グループのサイズよりも、小さいサイズで管理単位領域とする、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[30] 前記所定範囲に含まれる論理アドレスの論理グループのサイズ力論理グループにより異なるサイズである、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[31] 前記所定範囲は、ファイルシステムにより管理されるファイル管理情報が格納される領域を含む範囲に設定される、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[32] 前記所定範囲の大きさは前記不揮発性記憶装置の容量に応じて異なる値とする、請求項 31記載の不揮発性記憶装置。

[33] 前記論理グループに対応付けられた前記管理単位領域は、最初に前記管理単位のデータが書込まれる第 1の領域と、前記第 1の領域に書込まれた管理単位のデータと同一の論理アドレスを持つデータを前記管理単位よりも小さなサイズで重複して書込む第 2の領域とを含む、請求項 26記載の不揮発性記憶装置。

[34] 前記第 1の領域と前記第 2の領域が、前記不揮発性メモリの同じ物理ブロック内に含まれる、請求項 33記載の不揮発性記憶装置。

[35] 一つの論理グループに対する前記第 2の領域を複数の管理単位領域に配置する、請求項 33記載の不揮発性記憶装置。

[36] ホストからの論理アドレスを受けてデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ書込み方法であって、

一の管理単位領域に書込み済みのデータと同じ論理アドレスを持つデータを他の管理単位領域に重複して書込むための書込みモードを複数有し、

前記ホストから、既に書込み済みのデータと同じ論理アドレスを持つデータの書込みコマンドを受けたときに、該書込み要求のあったデータを、前記書込み済みデータの管理単位領域とは別の管理単位領域に重複して書込み、前記別の管理単位領域に書込んだデータの論理アドレスと物理アドレスを対応づけて記憶し、

その後、続けて前記ホストから書込みコマンドを受けたときに、前記ホストからの論理アドレスの変化の状況に応じて前記書込みモードを選択的に切り替える、データ書込み方法。

[37] 前記書込みモードは、複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズのデータをコマンド毎に書込むランダムモードを含む、請求項 36記載のデータ書込み方法。

[38] 前記書込みモードは、複数回のホストの書込みコマンドに対して、前記管理単位よりも小さな書込み単位と等しいサイズで、かつ、前回に書込まれたデータと同じ論理アドレス範囲を持つデータをコマンド毎に書込む上書きモードを含む、請求項 36記載のデータ書込み方法。

[39] 前記書込みモードは、複数回のホストからの書込みコマンドに対して、前記管理単位領域におヽてデータを論理アドレス順に連続して書込む連続モードを含む、請求項 36記載のデータ書込み方法。

[40] さらに、所定範囲内の論理アドレスを複数のアドレス領域に分割し、分割したァドレス領域の各々に対して 1つの論理グループを割当て、各論理グループと前記管理単位領域とを 1対 1に対応させる、請求項 36記載のデータ書込み方法。