WO2007066720A1

WO2007066720A1 - 不揮発性記憶装置並びにデータ書込み方法及びデータ読み出し方法

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Publication number: WO2007066720A1
Application number: PCT/JP2006/324449
Authority: WO
Inventors: Toshiyuki Honda; Hirokazu So; Shigekazu Kogita; Masayuki Toyama; Seiji Nakamura; Masato Suto; Manabu Inoue
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co., Ltd.
Priority date: 2005-12-09
Filing date: 2006-12-07
Publication date: 2007-06-14
Also published as: EP1895418B1; JPWO2007066720A1; CN101176074A; EP1895418A4; US8307149B2; US20090049229A1; JP4633802B2; CN101176074B; EP1895418A1

Abstract

　不揮発性記憶装置（１０１）は、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックが所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリ（１０３）と、物理ブロックに格納される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論物変換テーブル（１０６）と、ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブル（１０７）とを備える。

Description

明細書

不揮発性記憶装置並びにデータ書込み方法及びデータ読み出し方法技術分野

[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並びにその書込み方法及び読み出し方法に関する。

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、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] 大容量のメモリカードは大量のデータを保存でき、種々のデータを格納できることから、その管理情報も多様ィ匕している。例えば、管理情報として、ファイルアクセスを高速ィ匕するためのメタデータ管理ファイルや、データ種別毎に管理した仮想ディレクトリ構造のファイルや、従来の FATシステムとは異なるデータベース型のファイルシステム等がある。これらはいずれも管理の容易化を目的としている。このような多様ィ匕する管理情報は、いずれもサイズが小さいことから、結果として、セクタ単位のデータ書き込みの頻度が増加する要因となる。

[0004] 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

[0005] フラッシュメモリの大容量ィ匕にともない、消去単位である消去ブロックのサイズが大きくなる。その結果、上記の多様ィ匕した管理情報のようなランダム性のある小サイズのデータの書き込みが増加すると、フラッシュメモリ内の物理ブロック単位でのデータのコピーが頻発し、書き込み性能が低下する。

[0006] また、フラッシュメモリの大容量ィ匕の手法としてメモリセルの多値ィ匕がある。多値メモリセルは 2値メモリセルに比して制御が複雑であり信頼性の確保が難し、ことから、 2 値のメモリセルと同様の信頼性を確保するためには、メモリセルへのストレスを低減する必要がある。そのため、多値メモリセルでは、複数セクタ力もなるページを書き込み単位とし、そのページに対して複数回の書き込みは認めていないようにする。つまり、多値メモリセルの場合、ページサイズ未満のデータを書き込む場合であっても、ぺージ単位で書き込む必要があり、これは書き込み性能の低下を招く要因となる。

[0007] 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、所定の書き込み単位 (例えばページ単位)で書き込みを行わなければならな、フラッシュメモリ中の複数の領域に、書き込み単位未満のサイズのデータの書き込みを行う際に、高速な書き込みを可能とする半導体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

[0008] 本発明の第 1の態様において、論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性記憶装置を提供する。

不揮発性記憶装置は、

論理アドレスに対応する物理アドレスに基づきデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックが所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、

ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、

一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを備える。

[0009] 本発明の第 2の態様において、論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性メモリを含む不揮発性記憶装置の動作制御を行うメモリコントローラを提供する。

不揮発性メモリは、論理アドレスに対応する物理アドレスに基づきデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成される。各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む。

メモリコントローラは、物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、ページのサイズより小さ!/、サイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと、物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを有する。メモリコントローラは、書き込み要求されたデータのサイズがページのサイズより小さい場合に、その要求されたデータを一時ブロックに書き込む。

[0010] 本発明の第 3の態様において、論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ書き込み方法を提供する。

不揮発性記憶装置は、論理アドレスに対応する物理アドレスによりデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックとを含む本書き込み方法は、外部からデータの書き込み要求を受け、書き込みデータのアドレスに基づいて、書き込みが要求されたデータを前記一時ブロックへ書き込む力否かの判断を行う。

[0011] 本発明の第 4の態様において、論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ読み出し方法を提供する。

不揮発性記憶装置は、論理アドレスに対応する物理アドレスによりデータの読み出しが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、ページのサイズより小さ、サイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを含む。本読み出し方法は、データの読み出し要求を受けたときに、一時テーブルを参照し、一時テーブル内に読み出しアドレスの登録があるときは、一時ブロックからデータを読み出し、一時テーブル内に読み出しアドレスの登録がないときは、論物変換テーブルを参照してデータを読み出す。

[0012] 本発明の第 5の態様において、論理アドレスに基づきデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置における管理テーブルの作成方法を提供する。

不揮発性記憶装置は、論理アドレスに対応する物理アドレスに基づ、てデータの書込み、読み出しが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、物理ブロックに格納される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論物変換テ一ブルと、ページのサイズより小さ!/、サイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する管理テーブルである一時テーブルとを含む。本作成方法は、一時ブロックにおいて最後に書き込まれたページを決定し、その決定したページの情報に基づ、て前記一時テーブルを作成する。

発明の効果

[0013] 本発明によれば、フラッシュメモリ等の所定の消去単位を有し、かつ所定の書き込み単位 (例えばページ単位)で書き込みを行わなければならな、フラッシュメモリを有する不揮発性メモリにお、て、所定の書き込み単位 (例えばページ単位)より小さヽサイズのデータの書き込みにおいては、通常の書き込み動作で使用する記録領域（物理ブロック）とは異なる記録領域に書き込みを行うようにする。これにより、データ書き込みに伴う記録領域間のデータのコピー回数を低減でき、結果として書き込み処理の高速化を図れる。

図面の簡単な説明

[0014] [図 1]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 2]フラッシュメモリの内部の構成及び物理ブロックの構成を示す図

[図 3A]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 3B]論物変換テーブルの構成例を示す図 [図 4]フラッシュメモリの一時ページのデータフォーマットを示す図

[図 5]—時ブロックにおける一時ページデータの格納例を示す図

[図 6]—時テーブル 107のデータフォーマットを示す図

[図 7]—時テーブル作成処理のフローチャート

[図 8]データ書き込み処理のフローチャート

[図 9]データ無効化処理を説明するための図

[図 10]データ読み出し処理のフローチャート

[図 11]一時ブロック書き込み処理のフローチャート

[図 12] (a)空き領域がない一時ブロックを説明した図、（b)空き一時ページがない一時ブロックを説明した図

[図 13]—時ブロックコピー処理のフローチャート

[図 14]一時ブロックコピー処理を説明した図

[図 15] (a)一時ページ解消処理のフローチャート、 (b)一時ページの解消を説明するための図

[図 16]本発明による第 1のアクセス例を説明するための図

[図 17]第 1のアクセス例における、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図

[図 18]第 1のアクセス例における、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図（図 17のつづき）

[図 19]従来の方法による、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図

[図 20]従来の方法による、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図（図 19のつづき）

[図 21]本発明による第 2のアクセス例を説明するための図

[図 22]第 2のアクセス例における、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図

[図 23]第 1のアクセス例における、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図（図 22のつづき） [図 24]第 1のアクセス例における、データ書き込み時の一時ブロックにおける状態の遷移を示した図（図 23のつづき）

符号の説明

31 論理ブロック

80 一時ブロック

85 通常ブロック

101 メモリカード

102 ホスト

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 一時テーブル

110 メモリコントローラ

301 論理ページ

発明を実施するための最良の形態

[0016] 以下、添付の図面を参照し、本発明の実施形態について説明する。

[0017] 1. メモリカードの構成

図 1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は外部機器であるホスト 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 1 03と、フラッシュメモリ 103に対するデータの書込み、読み出しを制御するメモリコントローラ 110とを備える。メモリコントローラ 110は、コントローラ 104と、消去済みテープル 105と、論物変換テーブル 106と、一時テーブル 107とを備える。メモリコントローラ 110及びフラッシュメモリ 103は半導体集積回路で実現可能である。

[0018] フラッシュメモリ 103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ない。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。本実施形態では、フラッシュメモリ 103は、 1つのセルにおいて 3値以上の情報を格納可能な多値メモリセルとする。但し、フラッシュメモリ 103は 2値メモリセルであってもよい。

[0019] 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、マスターブートレコード 'パーティションテーブル、パーティシヨンブートセクタ、 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エントリを含む。

[0020] マスターブートレコード 'パーティションテーブルは、データ記録領域を複数のパーテイシヨ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。パーティションブートセクタは、一つのパーティション内の管理情報を格納する。 FATテーブル 1及び FATテーブル 2はそれぞれ、ファイルに含まれるデータの格納位置を示す。ルートディレクトリエントリは、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。なお、ファイルシステムは他の種類のものでもよい。

[0021] 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 31から構成される。物理ブロック 31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。

[0022] また、物理ブロック 31は複数の物理ページ 301から構成される。本実施形態では物理ブロック 31は 64ページからなる。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。 1物理ページは 4セクタ力もなる。物理ページ 30 1は、ー且データが書き込まれると、上書きすることはできない。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。この値は物理ブロック 31 の容量 128kBとも物理ページ 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 301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 102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 31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。

[0023] 図 3A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に搭載されてい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。したがって、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が認識できる実質的な容量は 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 125MBの容量において、 0から順に 7999まで割り当てている。 8個の論理ブロックで、フラッシュメモリ 103の消去単位である物理ブロック 31と等しい 12 8kB単位の「論理グループ」 401を構成する。

[0024] 図 1において、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においてそれぞれデータが消去済である力または、書込み済みであるかを示す情報を格納する。論物変換テーブル 106は、ホスト 102が指定するアドレス（以下「論理ァドレス」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。

[0025] 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記録領域に、その論理グループ 401に対応する物理ブロック 31のアドレスを格納する。論物変換テーブル 106の簡単な構成を図 3B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 31が存在しない場合には無効値 (例えば「0x0000」）をデータとして持つ。

[0026] 本実施形態では、ホスト 102から書き込み要求されたデータのサイズがページサイズに満たない小さなサイズのデータをフラッシュメモリ 103に書き込む場合に、特定の物理ブロック 31にデータを書込む。本実施形態では、この特定の物理ブロック 31のことを「一時ブロック」と呼ぶ。一時テーブル 107は、一時ブロックに書き込まれたデータに対する種々の情報、例えば、一時ブロックに書き込まれたデータの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。

[0027] 一時ブロックと異なり、データサイズに依存せずにフラッシュメモリ 103における一般的な書き込み動作が行われる物理ブロック 31を「通常ブロック」と呼ぶ。通常ブロックへのデータの書き込みが行われた場合、物理アドレスと論理アドレス間の対応関係は論物変換テーブル 106で管理される。

[0028] 本実施形態のメモリカード 101では、ホスト 102から書き込み要求のあったデータのサイズがページサイズに満たな、小さな単位のデータにっ、ては一時ブロック内のページに格納する。

[0029] なお、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 31をまとめてさらに大きな管理単位（以下「物理スーパーブロック」 t 、う。）として扱ってもよい。この場合、物理スーパーブロックに対応する論理ブロック群を論理スーパーブロックとして管理し、論物変換テーブル 106は物理スーパーブロックと論理スーパーブロックの対応情報を格納する。

[0030] 1 - 1.一時ページのフォーマット

図 4にフラッシュメモリ 103の一時ブロックにおける 1ページ（以下「一時ページ」という。）のデータフォーマットを示す。一時ページは、 1ページ分のデータ（以下「ページデータ」という。）を格納するデータ領域 50と、そのページデータについての管理情報を格納する管理領域 60とを有する。データ領域 50は 4つのセクタデータ領域 51を含む。各セクタデータ領域 51には、セクタデータ 53と、セクタ ID54と、セクタデータ 5 3とセクタ ID54につ!/、ての ECC55とが格納される。

[0031] 管理領域 60は、論理ページアドレスのフィールド 61と、有効データ 0ページのフィ一ルド 62と、有効データ 1ページのフィールド 63と、有効データ 2ページのフィールド 64と、有効データ 3ページのフィールド 65と、管理領域 60の ECC (Error Correction Code)のフィールド 66とを有する。論理ページアドレスのフィールド 61はそのページの論理アドレスを格納する。本実施形態では、一時ブロック 80において有効なデータとして同時に登録可能な一時ページの最大数は 4とする。但し、この最大数は 4に限られず、 1物理ブロック 31における最大ページ数 (本例では 64)より小さ、数であればよい。有効なデータとは、読み出し対象となるデータをいう。無効なデータは一時ブロック 80中に格納されていても、読み出しの対象とはならない。有効データ 0ぺージのフィールド 62、有効データ 1ページのフィールド 63、有効データ 2ページのフィールド 64、有効データ 3ページのフィールド 65のそれぞれは、有効な一時ページデータとして格納される各ページデータ（有効データ 0〜3)の物理ページアドレスをそれぞれ格納する。

[0032] 図 5に、一時ブロック 80における一時ページデータの格納例を示す。一時ブロック 80は 0x00から 0x3Fまでの 64ページ分の領域（ページ）を有する。図 5の例では、 0 xOOから 0x21までの各領域にデータが書き込まれて!/、る。各ページは管理領域 60 を有する。本実施形態では、最後に書き込まれた物理ページ内の管理領域 60の情報が有効な情報として参照される。つまり、図 5の状態では、 0x21の物理ページ 301 の管理情報 60 (有効データ 0ページ、有効データ 1ページ、有効データ 2ページ及び有効データ 3ページ）が参照される。有効データ 0ページのフィールド 62、有効データ 1ページのフィールド 63及び有効データ 2ページのフィールド 64はそれぞれ「0x0 1」、「0x0E」及び「0x21」を格納している。これは、一時ブロック 80内の物理ページアドレス 61が「0x01」、「0x0E」、「0x21」であるページに格納されているデータが、一時ページとして有効なデータであることを示している。なお、有効データ 3ページのフィールド 65が格納する「0xFF」は無効であることを示す。すなわち、図 5の例では、有効な一時ページは 3ページ分のみ格納されている。図 5において、（* )で示されるページは無効になった一時ページである。

[0033] 図 5を参照しながら、一時ページデータの書き込みに伴う管理情報 60の遷移を説明する。一時ブロック 80は 0x00から 0x3Fまでの 64ページ分の領域を有し、物理べージアドレス 0x00のページからデータが書き込まれる。

[0034] 図 5の例では、最初、一時ブロック 80内の物理ページアドレス 0x00にページデータが書き込まれる。このとき、論理ページアドレスのフィールド 61に、そのページデータの論理ページアドレス（図 5では、「0x000123」）力書き込まれる。この時点で、一時ブロック 80において有効な一時ページデータとして書き込まれているのは、物理ァドレス 0x00の領域のみである。したがって、有効データ 0ページのフィールド 62に、そのページアドレス「0x00」が書き込まる。それ以外の有効データページのフィールド 63〜65には、無効を示す「0xFF」が書き込まれる。

[0035] 続いて、次の物理ページアドレス「0x01」にページデータが書き込まれる。このとき、その論理ページアドレス（0x000123)は、物理ページアドレス「0x00」において既に書き込んだページデータのものと同じであるので、先に書き込んだ一時ページデータを無効化する。

[0036] 無効化処理は、データの書き込みにおいて、一時ブロック 80に有効データが存在する論理ページを上書きし、かつ一時ブロックへのデータの書き込みが発生する場合に行なう。

[0037] 有効なセクタデータの書き込みと共に、管理領域を更新することで無効化を行うので、無効化処理におけるフィールド 61には有効な論理ページアドレスを記録する。

[0038] 無効化は次のように行う。フィールド 62に記録された有効データ 0ページの値を、新たにページデータを書き込んだ物理ページアドレスである「0x01」で上書きする。その他の有効データページのフィールド 63〜65には無効を示す「0xFF」を書き込む。このように有効データ 0ページの値を上書きすることで、以前に有効であった一時ページを無効にすることができる。以上のように、本実施形態では、最後に書き込まれたページの管理情報 60が、有効なページを特定するために参照される。

[0039] なお、ここでは上書きする一時ブロック 80に有効データが存在する論理ページと、一時ブロックへのデータの書き込みが発生する論理ページが同じ (0x000123)例を示している。一時ブロック 80に有効データが存在する論理ページを上書きし、かつ一時ブロックへのデータの書き込みが発生する場合であれば餘理ページが同じである必要はない。

[0040] 1 - 2.一時テープノレのフォーマット

図 6に、一時テーブル 107のデータフォーマットを示す。一時テーブル 107において、「一時ブロックの物理アドレス」のフィールドは、一時ブロック 80として使用する物理ブロック 31の物理アドレスを格納する。「次書き込み物理ページ」のフィールドは、次に書き込みが行われる一時ページの物理アドレスを格納する。「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドは、一時ブロック 80にお!/、て一時ページとして有効なデータを格納するページの物理アドレスを格納する。「有効データ 1の物理ページァドレス」、「有効データ 2の物理ページアドレス」、及び「有効データ 3の物理ページァドレス」の各フィールドも同様である。「有効データ 0の物理ページアドレスにあるデータの論理ページアドレス」のフィールドは、「有効データ 0の物理ページアドレス」で指定される物理アドレスに格納されたデータの論理ページアドレスを格納する。「有効データ 1の物理ページアドレスにあるデータの論理ページアドレス」、「有効データ 2 の物理ページアドレスにあるデータの論理ページアドレス」、及び「有効データ 3の物理ページアドレスにあるデータの論理ページアドレス」の各フィールドも同様である。

[0041] 例えば、一時ブロックが図 5のような状態のとき、一時テーブル 107の各フィールドは以下のように値を格納する。

[表 1]

[0042] 一時テーブル 107はメモリカード 101の起動時 (電源投入時)等に作成され、その後、適宜更新される。ホスト 102は起動時等の所定のタイミングで一時テーブル 107 の値を読み出し、ホスト 102の RAM上に格納する。

[0043] 2. メモリカードの動作

2- 1.一時テーブル作成処理

図 7のフローチャートを用いて一時テーブル作成処理を説明する。

最初に、一時ブロック 80を読み出し、最後に書き込まれた一時ページを検索する（ S12) ₀図 5の例では、最終の書き込みページとして物理ページアドレスが「0x21」のページが検索される。次に、最終の書き込みページの管理情報 60を参照して、有効な一時ページの情報を取得する（SI 2)。図 5の例では、物理ページアドレスが「0x2 1」のページの管理情報 60から、有効な一時ページとして「0x01」、「0x0E」、「0x21 」を得る。その後、取得した有効な一時ページの全てについて、論理ページ情報 (論理ページアドレス）を取得する（S13〜S 15)。図 5の例では、論理ページ情報として「 0x000123」、「0x000456」、「0x000777」を得る。なお、図 7【こお!ヽて、ステップ S 13、 S15は、有効な一時ページの全てについて論理ページアドレスを取得するまで、論理ページアドレスの取得ステップ（S 14)を繰り返すことを示している。最後に、取得した情報を用いて一時テーブル 107を作成する（S 16)。

[0044] 2- 2.データ書き込み

図 8のフローチャートを用いてメモリカード 101におけるデータ書き込み処理を説明する。以下の処理はメモリカード 101内のコントローラ 104により実行される。

[0045] ホスト 102からデータ書き込み要求（書き込みコマンド）を受けると、コントローラ 104 は、書き込みデータのサイズが 1セクタである力否かを判断する（S21)。 1セクタであるときは、一時ブロックへの書き込みを行う（S30)。この処理の詳細は後述する。

[0046] 一方、 1セクタでないときは、書き込みデータがページ内の最終セクタを含むか否かを判断する（S23)。この判断は書き込みデータのアドレスに基づいて可能である。書き込みデータがページ内の最終セクタを含まない場合は、その書き込みデータは、 2 セクタ又は 3セクタのサイズであり、かつ、その書き込み要求に対する最後のデータであることを意味する。一方、書き込みデータがページ内の最終セクタを含む場合、まだそれ以後に続行する書き込みデータが存在することを意味する。

[0047] よって、書き込みデータがページ内の最終セクタを含まない場合に、一時ブロック 8 0への書き込みを行う（S30)。ページ内の最終セクタを含む場合、通常ブロックへの書き込みを行う（S24)。

[0048] その際、書き込みデータのアドレスが既に一時テーブル 107において有効な一時ページとして登録されている力否かを判断する（S25)。登録がある場合は、その一時ページに対する仮無効処理を行う（S 26)。仮無効処理としては、例えば、その一時ページに対して無効化を行う必要があることを示すフラグを設定する。ホスト 102から書き込みが要求された全てのデータに対して上記処理を繰り返す (S22、 S27)。 [0049] その後、仮無効処理が発生した力否かを判断し (例えばフラグを確認し)、仮無効処理が発生した場合は、一時ブロック 80内の仮無効処理が発生した一時ページにっ、て無効化を行う（S29)。仮無効処理 (S26)が発生した場合の無効化（S29)はデータの書き込みにおいて、一時ブロックに有効データが存在する論理ページを上書きし、かつ一時ブロックへのデータの書き込みが発生しない場合に行う。一時ブロック 80内の一時ページの無効化は、無効化する有効データページのフィールド 62、 63、 64または 65を「0xFF」にし、論理ページアドレスのフィールド 61を「0xFFFFF Fjにしたデータ（以下「無効化ページデータ」 t 、う。）を次書き込み物理ページに新たに追加することで行う。無効化ページデータにおいてデータ領域 50には何も書き込まれない。例えば、図 9は、物理ページアドレス「0x21」のデータを無効化した例を示す。物理ページアドレス「0x21」のデータを無効化するため、物理ページアドレス「 0x22」において、有効データ 2ページを「0xFF」に設定し、論理ページアドレスのフィールド 61を「0xFFFFFF」に設定した無効化ページデータが書き込まれている。

[0050] 図 8のフローチャートにおいて、一時ブロックへの書き込みの判断についてまとめる。まず、データサイズが 1セクタ一の書き込みは必ず一時ブロックに書き込む。これは、ホスト 102がメモリーカード 101の書き込み単位未満のデータを更新するときには、メモリーカード 101への最小の書き込みサイズである書き込み単位でデータの書き込みを行うために、ホスト 102が連続した論理バイトアドレスに対してデータを書き込む時には、データサイズが 1セクタ一の書き込みを、同じ論理セクタ一アドレスに対して複数回行うことになるからである。データサイズが 1セクタ一でなければ最終アドレスに基づいて、一時ブロックへ書き込みを行なうか否力判断する。最終アドレスがぺージ内における最終セクタを示さない場合、先頭アドレスにかかわらず一時ブロックに書き込む。

[0051] 2- 3.データ読み出し

図 10のフローチャートを用いてメモリカード 101からのデータ読み出し処理を説明する。以下の処理はメモリカード 101内のコントローラ 104により実行される。

[0052] ホスト 102からデータ読み出し要求を受けると、コントローラ 104は一時テーブル 10 7を参照する。そしてホスト 102から指定された論理アドレスに基づき、読み出そうとするデータが一時テーブル 107に登録されている力否かを判断する（S42)。つまり、コントローラ 104は、読み出そうとするデータが一時ブロック 80に格納されているか否かを判断する。

[0053] 一時テーブル 107に登録があるときは、一時ブロック 80からの読み出しを行う（S43 ) oより具体的には、一時テーブル 107を参照し、ホスト 102により指定された論理アドレスに対応する物理ページアドレスを求める。その後、一時ブロック 80から、求めた物理ページアドレスのデータを読み出す。

[0054] 一時テーブル 107に登録がないときは、通常ブロックから、ホスト 102により指定された読み出しアドレスに基づ、て、データを読み出す (S45)。

[0055] 以上の処理を、ホスト 102から指定された範囲の全てのデータを読み出すまで繰り返す（S41、 S44)。

[0056] 2-4.一時ブロック書き jAみ

図 11のフローチャートを用いて、上記の一時ブロック 80への書き込み処理（図 8のステップ S30)を説明する。

[0057] 一時ブロック 80への書き込みを行うために、まず、一時ブロック 80に空き領域がある力否かを判断する（S51)。ここで、空き領域がない状態とは、図 12 (a)に示すように、一時ブロック 80の全物理ページにデータが書き込み済みであり、新たにデータを書き込むための空き領域がな、状態を!、う。

[0058] 空き領域がな!、場合、一時ブロックコピー処理を行う（S52)。一時ブロックコピー処理では、空き領域がな!、一時ブロック 80に格納されて!、る有効な物理ページのデータを新たな物理ブロックにコピーするとともに、この新たな物理ブロックを一時ブロック 80として使用することで空き領域を設ける。この処理の詳細は後述する。

[0059] その後、一時ブロック 80の 4つの一時ページにおいて空き領域があるか否かを判断する（S53)。ここで、一時ページの空き領域がない状態とは、図 12 (b)に示すように、 4つの有効データページのフィールドに記録された物理ページアドレスの一時べージ全てが有効であり、かつ、書き込もうとするデータの論理ページアドレス力 4つの有効な一時ページの論理ページアドレスの、ずれとも一致しな、状態を、う。

[0060] 一時ページに空き領域がないときは、一時ページ解消処理を行う（S54)。一時べージ解消処理では、最も古くに登録された一つの有効な一時ページを解消し、一時ページの空きを設ける。この処理の詳細は後述する。

[0061] その後、一時テーブル 107を更新した後（S55)、一時ブロック 80において一時べージデータを書き込む（S 56)。

[0062] 2-4- 1.一時ブロックコピー

図 13のフローチャートを用いて、上記の一時ブロックコピー処理（図 11のステップ S

52)を説明する。本処理では、空き領域がない一時ブロック 80の有効な物理ページのデータのみを新しい物理ブロックにコピーし、これにより一時ブロックに空き領域を設ける。

[0063] 最初に、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を確保する（S 61)。「消去済みの物理ブロック」は、データの未書き込み領域で構成されている。一時ページに空き領域がな!、一時ブロック 80の有効な物理ページのデータを全て、新たに確保した物理ブロックにコピーする（S62)。

[0064] 図 14は、一時ブロックコピー処理を説明した図である。一時ブロック 80は空き領域がない物理ブロックである。一時ブロック 80の最終ページを参照すると、物理ページ「0x00」、「0x03」、「0x23」、「0x3F」が有効な一時ページであることが認識できる。物理ブロック 80bは、新たに確保された消去済みの物理ブロックである。一時ブロック 80における物理ページ「0x00」、「0x03」、「0x23」、「0x3F」のデータ力 S、新たに確保された物理ブロック 80bにコピーされ、物理ブロック 80bは十分な未書き込み領域を有し、以後、新たな一時ブロックとして使用される。古い一時ブロック 80のデータは消去されて、消去済みの物理ブロックとなる。

[0065] 2-4- 2.一時ページ解消

図 15 (a)のフローチャートを用いて、上記の一時ページ解消処理（図 11のステップ S54)を説明する。本処理では、有効な一時ページのうち最も古くに登録されたものを解消することで、空き一時ページを設ける。

[0066] まず、最も古くに登録された有効な一時ページを検索し、そのページデータを読み出す (S81)。その読み出したページデータを通常ブロックへコピーする（S82)。その後、ページデータをコピーした一時ページについて一時ページの無効化処理を行う (S83)。

[0067] 図 15 (b)は一時ページ解消を説明した図である。一時ブロック 80において最も古くに登録された有効な一時ページ 91が通常ブロック 85にコピーされる。このとき、通常ブロック 85において、論理アドレスの連続性が保持されるように必要に応じて、一時ページ 91のデータを、それと論理アドレスが連続するデータとともに通常ブロック 85 にコピーする。

[0068] 3.データ書き込み時の具体例

3— 1.本発明の方法によるアクセス例 1

図 16、図 17、図 18を参照し、データ書き込み時の一時ブロック 80における状態の遷移につ、て具体例を挙げて説明する。書き込みデータは 4KB (8セクタ）単位でパケット化されており、図 16 (b)に示すように、データ 1、データ 2,データ 3、 · · ·、データ 64力らなり、トータルのサイズは 128KB (256セクタ）である。

[0069] データ 1は、セクタ 0〜セクタ 6と、セクタ 7の一部の領域とに書き込まれる。データ 2 はセクタ 7の残りの領域に書き込まれる。データ 3は、セクタ 8〜セクタ 14と、セクタ 15 の一部の領域とに書き込まれる。データ 4はセクタ 15の残りの領域に書き込まれる。以降、同様にして、データ 5、データ 6、 · · ·、データ 64が対応するセクタに書き込まれる。

[0070] 図 16 (c)は、図 16 (b)に示すデータの書き込みコマンドを受けたときのアクセス手順を示している。図 16 (c)において、書き込み、読み出しについての 1つのブロックがホスト 102からの 1つのコマンドに相当する。

[0071] 最初にデータ 1の書き込みにおいてセクタ 0〜セクタ 6が書き込まれる。次に、セクタ 7の一部に、データ 1の残りのデータが書き込む。この場合、セクタ 7のデータが読み出され、データ 1の残りのデータ部分に対応する、セクタ 7の部分が書き替えられる。このように、 1セクタに満たないデータが書き込まれる場合は、セクタデータをー且読み出し、必要な部分のみを書き替えるリードモディファイライトが実施される。

[0072] 次に、セクタ 7の残りの領域にデータ 2を書き込むため、セクタ 7のデータが読み出され、データ 2のデータ部分に対応するセクタ 7の部分が書き替えられる。以下、同様にして、データ 64まで書き込まれる。 [0073] 図 17及び図 18は、図 16 (a)〜（c)のようにデータが書き込まれる場合の、一時ブロック 80及び通常ブロック 90内の状態の遷移を説明した図である。

[0074] 図 17 (a)は、データ 1に対するセクタ 0〜6の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス A後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 0〜6の書き込みは、セクタ 0〜3の書き込みと、セクタ 4〜6の書き込みに分けられる。セクタ 0 〜3の書き込みは、 1ページ内の最終セクタを含むことから（図 8のステップ S23で「N o」）、通常ブロック 90への書き込みとなる（S24)。セクタ 4〜6の書き込みは、 1ぺージ内の最終セクタを含まないことから（図 8のステップ S23で「Yes」）、一時ブロック 80 への書き込みとなる（S30)。一時ブロックの物理ページ 0の「データ領域」 50に、データ 1の一部分をセクタ 4〜6を、有効データ 0ページ（フィールド 62)に物理ページァドレス「0」を記録する。このとき、セクタ 7へのデータの書き込みは行われていない。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「0」を、「有効データ 0の物理ページにあるデータの論理ページアドレス」のフィールドに新たなページの論理ページアドレスである「1」を記録する。

[0075] 図 17 (b)は、データ 1の残りのデータに対するセクタ 7の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス B後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 7の書き込みは、 1セクタの書き込みであることから（図 8のステップ S21で「Yes」）、一時ブロック 80への書き込みとなる（S30)。セクタ 7の書き込みのために、セクタ 4〜 7のデータ（1ページ分のデータ）を読み出し、セクタ 7をデータ 1の残りのデータに書き替えたものを、新たに一時ページデータとして物理ページアドレス「1」に記録する。このとき、有効データ 0ページ（フィールド 62)の値を、新たなページの物理ページァドレスである「1」に設定する。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「1」を記録する。

[0076] 図 17 (c)は、データ 2に対するセクタ 7の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス C後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 7の書き込みは、 1セクタの書き込みであることから、一時ブロック 80への書き込みとなる。セクタ 7 の書き込みのために、セクタ 4〜7のデータ（1ページ分のデータ）を読み出し、セクタ 7の一部をデータ 2のデータに書き替えたものを、新たに一時ページデータとして物理ページアドレス「2」に記録する。このとき、有効データ 0論理ページの値を、新たなページの物理ページアドレスである「2」に設定する。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「2」を記録する。

[0077] 図 17 (d)は、データ 3に対するセクタ 8〜14の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス D後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 8〜14 の書き込みは、セクタ 8〜： L 1の書き込みと、セクタ 12〜14の書き込みに分けられる。セクタ 8〜： L 1の書き込みは、 1ページ内の最終セクタを含むことから、通常ブロック 90 への書き込みとなる。ここで、通常ブロック 90には、既にセクタ 0〜3までのデータが書き込まれていることから、論理アドレスの連続性を保持するため、セクタ 8〜： L 1の書き込みの前にセクタ 4〜7のデータも合わせて書き込む必要がある。

[0078] セクタ 8〜： L 1への通常ブロック 90への書き込み後、セクタ 12〜14の書き込みを行う。セクタ 12〜 14の書き込みは、 1ページ内の最終セクタを含まないことから、一時ブロック 80への書き込みとなる。セクタ 12〜14のデータを物理ページアドレス「3」に記録する。有効データ 0論理ページ (フィールド 62)の値を「3」に設定する。有効データ 0ページ（フィールド 62)の値を「2」から「3」に上書きするのは、セクタ 4〜7の通常ブロック 90への書き込みにより、一時ブロック 80においてセクタ 4〜7のデータを無効にする必要があるからである。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「3」を、「有効データ 0の物理ページにあるデータの論理ページアドレス」のフィールドに新たなページの論理ページアドレスである「3」を記録する。

[0079] 図 18 (e)は、データ 3の残りのデータに対するセクタ 15の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス E後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 15の書き込みは、 1セクタの書き込みであることから、一時ブロック 80への書き込みとなる。セクタ 12〜15のデータを読み出し、セクタ 15をデータ 3の残りのデータに書き替えたものを、新たに一時ページデータとして物理ページアドレス「4」に記録する。このとき、有効データ 0ページの値（フィールド 62)を、新たなページの物理べージアドレスである「4」に設定する。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「4」を記録する。

[0080] 図 18 (f)は、データ 4に対するセクタ 15の書き込み後、すなわち、図 16 (c)におけるアクセス F後の、一時ブロック 80と通常ブロック 90の状態を示す。セクタ 15の書き込みは、 1セクタの書き込みであることから、一時ブロック 80への書き込みとなる。セクタ 12〜 15のデータを読み出し、セクタ 15の一部をデータ 4のデータに書き替えたものを、新たに一時ページデータとして物理ページアドレス「5」に記録する。このとき、有効データ 0論理ページの値（フィールド 62)を、新たになページの物理ページアドレスである「5」に設定する。また、一時テーブル 107の「有効データ 0の物理ページアドレス」のフィールドに新たなページの物理ページアドレスである「5」を記録する。

[0081] 上記の例では、セクタ 0〜6の書き込み（アクセス A)、セクタ 7の書き込み（アクセス B )、セクタ 7の書き込み（アクセス C)のように、 7セクタ、 1セクタ及び 1セクタのアクセスで、通常ブロック 90に書き込みを行うことができる。この場合、 8セクタ（セクタ 0〜7) 分のアクセスで、一時ブロック 80につ!/、ては 3ページ分のアクセスが発生する。

[0082] よって、同様のアクセスが 256セクタ分繰り返されると、 96 (256 + 8 X 3)ページ分の一時ページに対するアクセスが発生する。 96ページは 1つの一時ブロック 80には収まらないので、一時コピー処理が 1回生じる。結果として、 3ブロック以内の物理ブロックを用いて書き込みが行える。

[0083] 3 - 2.従来の方法によるアクセス例

図 19及び図 20を参照し、図 16 (a)、（b)のデータを、従来の書き込み方法により書き込んだ場合の物理ブロックにおける状態の変化について説明する。

[0084] 図 19 (a)に示すように、物理ブロック（通常ブロック） # 1において、セクタ 0〜3のデータがページ 0に、セクタ 4〜6のデータがページ 1にそれぞれ書き込まれる。次に、データ 1の残りのデータについてセクタ 7が書き込まれる。し力し、セクタ 7の書き込みについては、ページ 1に対する上書きができないため、セクタ 4〜7までのデータを新たに別ページとして書き込む必要がある。そこで、従来の方法では、図 19 (b)に示すように書き込みが行われる。すなわち、論理アドレスの連続性を保持するため、セクタ 7に連続するセクタ 8からセクタ 255のデータが物理ブロック # 1の未書き込み領域に書き込まれ、別の物理ブロック # 2においてセクタ 0〜3、セクタ 4〜7のデータが書き込まれる。このとき、論理アドレスと物理アドレスとは論物変換テーブルにより対応付けが行われる。

[0085] 次に、データ 2につ、てセクタ 7が上書きされる場合、前回と同様にして、セクタ 7に連続するセクタ 8からセクタ 255のデータ力物理ブロック # 2の未書き込み領域に書き込まれ、別の物理ブロック # 3においてセクタ 0〜3、セクタ 4〜7のデータが書き込まれる（図 19 (c)参照)。

[0086] 次に、物理ブロック # 3においてセクタ 8〜14のデータが書き込まれる（図 19 (d)参照）。その後、データ 3の残りのデータについてのセクタ 15が書き込まれる。この場合も、データ 1の残りのデータについてのセクタ 7の書き込みの場合と同様に、論理アドレスの連続性が保持されるように、物理ブロック # 3にデータがコピーされた後、新たな物理ブロック # 4に、セクタ 0〜 15のデータが書き込まれる（図 20 (e)参照）。

[0087] さらに、データ 4についてのセクタ 15の書き込みが行われる。この場合も、データ 2 につ、てのセクタ 7の書き込みの場合と同様に、論理アドレスの連続性が保持されるように、物理ブロック # 4にデータがコピーされた後、新たな物理ブロック # 5に、セクタ 0〜15のデータが書き込まれる（図 20 (f)参照）。

[0088] 以上のように、従来の方法では、 7セクタ、 1セクタ及び 1セクタのアクセスにおいて、最初の 7セクタ、 1セクタ及び 1セクタのアクセスでは、 3ブロック消費し、以降の 7セクタ、 1セクタ及び 1セクタのアクセスでは、 2ブロック消費する。従って、 255セクタまで書き込みが行われた場合、 65 (256 ÷ 8 X 2+ 1)ブロック消費する。

[0089] 従来技術によれば、 255セクタの書き込みにおいて、 65ブロック消費したのに対して、本実施形態の方法では、アクセス例 1で述べたように 3ブロックしか消費しない。よつて、本実施形態によれば、ブロック消費量は従来の約 20分の 1となり、物理ブロック間のデータのコピー回数を低減でき、結果として書き込み処理の高速ィ匕が図れる。

[0090] 3 - 3.本発明の方法によるアクセス例 2

以下の例では、図 21 (c)に示すように、パケット単位で、すなわち、 7セクタ、 1セクタ及び 1セクタのアクセスによるデータの書き込み毎に、ディレクトリエントリへのアクセスが生じる場合を説明する。

[0091] 図 22、図 23、図 24は、図 21 (c)のようにディレクトリエントリへの書き込みを伴うデータ書き込みの場合の、一時ブロック 80及び通常ブロック 90内の状態の変化を説明した図である。

[0092] 一時ブロック 80及び通常ブロック 90内の状態の変化は図 17及び図 18に示したものと基本的に同じである。ディレクトリエントリのデータサイズは 1セクタとなるため、ディレクトリエントリのデータは、一時ブロック 80へ書き込まれる（図 22 (d)、図 24参照）

[0093] このようにパケット単位でディレクトリエントリを更新することにより、データ書き込み途中で障害が発生した場合にも、書き込み済みデータに対する管理が全く不能となるとい不具合を防止でき、ディレクトリエントリを更新したデータまでは管理ができるようになる。このようなメリットは例えば携帯端末に望まれる。

[0094] なお、データがディレクトリエントリに対する書き込み力否かの判断は、書き込みデータのアドレスに基づいても判断できる。よって、書き込みデータのアドレスを判定し

、そのアドレスがディレクトリエントリに対応するものである場合は、無条件に一時プロック 80へデータを書き込むようにしてもよ!/、。

[0095] 4.まめ

以上のように本実施形態によれば、所定の書き込み単位 (ページ単位)で書き込みを行わなければならないフラッシュメモリを有する不揮発性メモリにおいて、所定の書き込み単位 (ページ単位)より小さ、サイズのデータの書き込みにお、ては、通常の書き込み動作で使用する物理ブロックとは異なる物理ブロック（一時ブロック）に書き込みを行う。これにより、データ書き込みに伴う物理ブロック間のデータのコピー回数を低減でき、結果として書き込み処理の高速化を図れる。

産業上の利用可能性

[0096] 本発明は不揮発性半導体装置に対する書き込みの高速化技術に適用でき、特に、所定の書き込み単位 (例えばページ単位)で書き込みを行わなければならな、不揮発性メモリを有する不揮発性半導体装置、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] 論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性記憶装置であって、

前記論理アドレスに対応する物理アドレスに基づきデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成され、前記各物理ブロックは所定の書き込み単位であるぺージを複数ページ含む不揮発性メモリと、

前記物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、

前記ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、前記一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを備える、

不揮発性記憶装置。

[2] 前記一時ブロックは、 1ページに対して 1回の書き込みのみが可能である、請求項 1 記載の不揮発性記憶装置。

[3] 前記不揮発性メモリは多値メモリセルである、請求項 1あるいは請求項 2に記載の不揮発性記憶装置。

[4] 複数の物理ブロックを 1つの物理スーパーブロックとして管理し、前記物理スーパーブロックに対応する論理ブロック群を論理スーパーブロックとして管理し、前記論物変換テーブルは前記物理スーパーブロックと前記論理スーパーブロックの対応情報を格納する、請求項 1から請求項 3のいずれか一つに記載の不揮発性記憶装置。

[5] 論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性メモリを含む不揮発性記憶装置の動作制御を行うメモリコントローラであって、

a)前記不揮発性メモリは、前記論理アドレスに対応する物理アドレスに基づいてデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含み、

b)前記メモリコントローラは、

前記物理ブロックに格納される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論物変換テーブルと、前記ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、

前記一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと、物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを有し、

書き込み要求されたデータのサイズが前記ページのサイズより小さ、場合に、その要求されたデータを前記一時ブロックに書き込む、

不揮発性記憶装置のメモリコントローラ。

[6] 前記一時ブロックは、 1ページに対して 1回の書き込みのみが可能である、請求項 5 記載の不揮発性記憶装置のメモリコントローラ。

[7] 前記不揮発性メモリは多値メモリセルである、請求項 5あるいは請求項 6に記載のメモリコントローラ。

[8] 複数の物理ブロックを 1つの物理スーパーブロックとして管理し、前記物理スーパーブロックに対応する論理ブロック群を論理スーパーブロックとして管理し、前記論物変換テーブルは前記物理スーパーブロックと前記論理スーパーブロックの対応情報を格納する、請求項 5から請求項 7のいずれか一つに記載のメモリコントローラ。

[9] 論理アドレスに基づきデータの書込みが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ書き込み方法であって、

a)前記不揮発性記憶装置は、

前記論理アドレスに対応する物理アドレスによりデータの書込みが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、

前記ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックとを含み、

b)前記書き込み方法は、

外部からデータの書き込み要求を受け、

書き込みデータのアドレスに基づいて、書き込みが要求されたデータを前記一時ブロックへ書き込むか否かの判断を行う、

データ書き込み方法。

[10] 前記ページは複数セクタからなり、

外部力も書き込みが要求されたデータのサイズが 1セクタであるとき、または、書き込みデータの最終セクタが前記ページ内の最終セクタに該当しないときに、前記一時ブロックへのデータの書き込みを行う、

請求項 9記載のデータ書き込み方法。

[11] 前記一時ブロックに書き込むことができるページの数は、前記物理ブロックを構成するページの総数よりも少ない、請求項 9あるいは請求項 10に記載のデータ書き込み方法。

[12] 最大数の有効なページを格納する一時ブロックにおいて、新たなデータを書き込む場合に、前記有効なページの中の少なくとも 1つのページのデータを、前記一時ブロック以外の物理ブロックにコピーし、その後、前記一時ブロックに前記新たなデータを書き込む、請求項 9から請求項 11のいずれか一つに記載のデータ書き込み方法。

[13] 前記一時ブロックに格納されている有効なページのデータ力前記一時ブロック以外の物理ブロックに書き込まれた場合は、前記一時ブロックにおいて、前記書き込まれたデータに対応する前記有効なページを無効化する、請求項 9から請求項 12の V、ずれか一つに記載のデータ書き込み方法。

[14] 前記一時ブロックにお、て各ページは、データを格納するデータ領域と、該データの管理情報を格納する管理領域とを含み、

前記一時ブロックに格納された有効なページの無効化は、前記データ領域に無効なデータを格納し、前記管理領域に有効な管理情報を含めたページのデータを追加することにより行う、請求項 9から請求項 13のいずれか一つに記載のデータ書き込み方法。

[15] 空き領域がな、一時ブロックに新たなデータを書き込む場合、

消去済みの物理ブロックを取得し、

前記取得した物理ブロックに前記一時ブロックに格納された有効なページのデータをコピーし、

前記取得した物理ブロックに前記新たなデータを書き込む、請求項 9から請求項 1 4の、ずれか一つに記載のデータ書き込み方法。

[16] 論理アドレスに基づきデータの読み出しが可能な不揮発性記憶装置に対するデータ読み出し方法であって、

a)前記不揮発性記憶装置は、

前記論理アドレスに対応する物理アドレスによりデータの読み出しが行われ、複数の物理ブロック力構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、

前記ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、前記一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する一時テーブルとを含み、

b)前記読み出し方法は、

データの読み出し要求を受けたときに、前記一時テーブルを参照し、

前記一時テーブル内に読み出しアドレスの登録があるときは、前記一時ブロックからデータを読み出し、

前記一時テーブル内に読み出しアドレスの登録がないときは、前記論物変換テーブルを参照してデータを読み出す、

不揮発性記憶装置のデータ読み出し方法。

[17] 前記一時ブロックにおいて最後に書き込まれたページの情報に基づいて、一時ブロック中の有効なページを判断する、請求項 16記載のデータ読み出し方法。

[18] 論理アドレスに基づきデータの書込み、読み出しが可能な不揮発性記憶装置における管理テーブルの作成方法であって、

a)前記不揮発性記憶装置は、

前記論理アドレスに対応する物理アドレスに基づ!/、てデータの書込み、読み出しが行われ、複数の物理ブロックから構成され、各物理ブロックは所定の書き込み単位であるページを複数ページ含む不揮発性メモリと、

前記ページのサイズより小さいサイズのデータを格納する物理ブロックである一時ブロックと、

前記一時ブロックに格納されるデータに関する論理アドレスと物理アドレスとの対応情報を格納する管理テーブルである一時テーブルとを含み、

b)前記作成方法は、

前記一時ブロックにおいて最後に書き込まれたページを決定し、

その決定したページの情報に基づいて前記一時テーブルを作成する、管理テーブルの作成方法。

[19] 前記一時ブロックにおいて各ページはデータを格納するデータ領域と、該データの管理情報を格納する管理領域とを含み、前記管理領域は前記データ領域に格納されたデータに対する論理ページの情報を格納する、請求項 18記載の管理テーブルの作成方法。

[20] 前記一時ブロックにおいて各ページはデータを格納するデータ領域と、該データの管理情報を格納する管理領域とを含み、前記管理領域は有効なページの物理べ一ジアドレスを格納する、請求項 18あるいは請求項 19に記載の管理テーブルの作成方法。

[21] 前記一時テーブルは前記半導体記憶装置に対する電源投入時に作成される、請求項 18力も請求項 20のいずれか一つに記載の管理テーブルの作成方法。