JP2003085037A - メモリ管理方法 - Google Patents
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Abstract
ーションに対する読出および書込が可能なデータ記憶装
置に見えるようなフラッシュメモリの管理方法を提供す
る。 【解決手段】 フラッシュメモリ(12)、フラッシュ
コントローラ(14)とランダムアクセスメモリ(1
6)とを含む仮想マッピングシステムを設けることによ
り、データを書込まれていない物理アドレス場所に連続
して書込むことが可能になる。仮想メモリマップ(1
4、16)はメモリ内のデータの場所を追跡するために
フラッシュメモリ物理場所アドレスを関連づける。
Description
に情報をストアし、これを取出すための改良されたシス
テムに関し、より特定的にはフラッシュメモリに書込ま
れるデータを編成し、管理するシステムに関する。
ュタイプのフローティングゲートトランジスタを含む電
気的消去可能なプログラマブル読出専用メモリ(EEP
ROM)が当該分野で説明されており、現在市場で入手
可能である。これらのいわゆるフラッシュメモリは、そ
の機能および性能の点でEPROMメモリと類似した不
揮発性メモリであり、メモリのブロックを消去する回路
内プログラマブル動作を可能にするというさらなる機能
を有する。フラッシュメモリでは、以前に書込まれてい
るメモリの領域を、その領域を前もってブロック消去す
ることなく書替えることは慣用ではない。本発明はフラ
ッシュメモリに関して説明されるが、当業者には、その
教示がフラッシュメモリと同じ書込、読出および書込前
ブロック消去特性を有するデータ記憶装置にも適用でき
ることが理解されるであろう。
レーティングシステムプログラムが、そのシステムの一
部であるデータ記憶装置のデータ管理を担っている。オ
ペレーティングシステムプログラムとの互換性を達成す
るために必要かつ通常は十分であるデータ記憶装置の属
性は、これがデータ記憶媒体の如何なる位置からもデー
タを読出すことができ、これにデータを書込むことがで
きることである。したがって、データが以前に書込まれ
ているフラッシュメモリの領域には、この領域をまず消
去するまではデータが書込まれ得ないため、フラッシュ
メモリは典型的な既存のオペレーティングシステムプロ
グラムと互換性がない。
形することなく既存のコンピュータオペレーティングプ
ログラムによってフラッシュメモリを管理することを可
能にするソフトウェア製品が先行技術において提案され
ている。しかしながら、これらの先行技術のプログラム
は、フラッシュメモリを「書込1回読出数回」の装置と
して動作させる。この先行技術のソフトウェア製品は、
以前に書込まれているメモリ場所を再利用できない。最
終的にすべての場所が書込まれれば、特定のユーザの介
入なくさらにメモリを用いることができない。
コンピュータオペレーティングシステムにとってフラッ
シュメモリが如何なるフラッシュメモリ場所からもデー
タを読出すことができ、これにデータを書込むことがで
きるデータ記憶装置に見えるようにフラッシュメモリへ
のアクセスを制御し、管理するための方法(すなわちソ
フトウェア、ハードウェアのファームウェア)の提供で
ある。フラッシュメモリがランダムアクセスメモリをエ
ミュレートすることを可能にし、既存のコンピュータオ
ペレーティングシステムが、エミュレーション方法に依
存することなく、標準的なランダムアクセスメモリによ
って与えられるのと同じ態様で他のすべての必要なサポ
ートを与えることを可能にする方法を提供する。
は、書込まれていない物理アドレス場所にデータが連続
的に書込まれることを可能にするフラッシュメモリ、仮
想マッピングシステムの提供を企図するものである。仮
想メモリマップは、メモリ内のデータの場所を追跡する
ためにフラッシュメモリ物理場所アドレスを関連づけ
る。
アレイとして編成される。アレイ内の各バイトには、そ
れによってバイトが物理的にアクセス可能となるアドレ
ス番号が割当てられ、これを以下、物理アドレス空間と
称する。アレイ内の各バイトは、仮想アドレス空間と称
する第2のアドレスを有する。仮想マップと称する表が
仮想アドレスを物理アドレスに変換する。ここで、仮想
アドレス空間は必ずしも物理アドレス空間と同じサイズ
ではないことに注目されたい。
クからアドレスする。たとえば、ブロックサイズが51
2バイトとすると、物理アドレスが256211である
バイトは、ブロック500内のバイト番号211である
(256211:512=500+211)。適切な先
行技術のフラッシュメモリ技術を用いて物理的に消去さ
れ得る1つ以上の物理的に連続したフラッシュメモリの
領域(ゾーンと称する)はユニットを含み、各ユニット
は整数個のブロックを含む。
仮想ブロック0に属し、第2のエントリが仮想ブロック
1に属するといった具合の表である。表において各仮想
ブロックアドレスと関連して、対応する物理アドレスが
存在する。フラッシュメモリからの読出動作の際に、コ
ンピュータ生成アドレスが、仮想ブロックアドレスおよ
びブロック内のバイト場所としてデコードされる。仮想
メモリマップは、仮想ブロックアドレスを物理ブロック
アドレスに変換するのに用いられる。バイト位置は仮想
アドレス空間および物理アドレス空間において同じであ
る。
スが、やはり仮想ブロックアドレスおよびブロック内の
バイト場所として解釈される。仮想メモリマップはこれ
を物理メモリブロックアドレスに変換する。物理アドレ
スに対応するフラッシュメモリブロックが現在書込まれ
ていれば、一般にはこの物理アドレスに書込むのは不可
能である。したがって、書込まれていないブロックの場
所が突き止められ、これに書込まれる。仮想メモリマッ
プは、書込まれていない物理ブロックアドレスが元の仮
想アドレスにマッピングされるように変えられ、そのブ
ロックを含むユニットを消去するゾーン消去動作が行な
われるまでは元の物理アドレスは利用不可能なものとし
て示され、利用不可能なままである。書込動作はブロッ
ク全体が書替られることを仮定していることが認められ
るであろう。これが、コンピュータシステムが通常記憶
媒体内のデータにアクセスする態様である。しかしなが
ら、一般には如何なる所望の数のバイトも新しい記憶場
所に書込まれ得ることが認められるであろう。
に、そのユニットがフラッシュメモリ内の新しい物理ア
ドレス場所に書替えられる際にも変わらないで維持され
る論理ユニットアドレスが割当てられる。仮想マップ
は、物理ユニットアドレスではなく論理ユニットアドレ
スへの参照を含み、そのためユニット転送中のデータの
動きが仮想マップに影響を及ぼさない。
ックの利用マップ、すなわち、もしマッピングされるの
であればブロックの仮想アドレス、および空いているブ
ロックを示し、かつ利用不可能なブロックを示す特殊文
字を含む。
利用不可能なブロックは、利用不可能なブロックを含む
メモリユニットをフラッシュメモリ内の確保されている
書込まれていない空間に転送することによって再利用さ
れる。利用可能なブロックのみが転送動作において書込
まれ、そのため書替えられる際に、利用不可能なブロッ
クがあった場所は確保された空間には書替えられず、し
たがって利用可能である。書替えられた後、元のメモリ
ユニット空間はユニットとしてフラッシュ消去され、し
たがってそこに後続の転送を行なうことができる書込ま
れていない確保された空間となる。
ラッシュメモリに仮想マップがまずストアされ、ランダ
ムアクセスメモリには小さな二次的な仮想マップしかな
い。フラッシュメモリ内の仮想マップはブロック単位で
ストアされ、ページに編成され、そのサイズはブロック
内のバイト数とそのバイト数が表わす物理ブロックアド
レスの数との積に等しい。二次的ランダムアクセスメモ
リはページアドレスを含む。所与の仮想アドレスについ
てデータを読出す際に、アドレスをページサイズで割る
ことによってページ番号が決定される。その結果は、正
しい一次仮想マップブロックを見い出すために二次仮想
マップに示される。その余りは、フラッシュメモリ内に
ストアされた仮想マップに関する必要な物理アドレスを
計算するのに用いられる。フラッシュメモリ内の仮想マ
ップを変更するために、変更されたマップが空いたブロ
ックに書込まれ、一次マップ場所の変更を反映するよう
にランダムアクセスメモリ内の二次マップが変更され
る。とって代わられたブロックは削除と示される。
は、図面を参照して、以下の本発明の好ましい実施例の
詳細な説明よりさらに理解されるであろう。
型的なシステムでは、プロセッサ10がそのオペレーテ
ィングシステムソフトウェアとともに、ランダムアクセ
スメモリ内の特定のアドレス場所からデータを読出し、
これにデータを書込む一連の読出および書込コマンドを
発行する。当業者には認められるように、ディスクメモ
リ等のランダムアクセス記憶装置では、データは如何な
るアドレス場所にも書込まれ、またはこれから読出すこ
とが可能である。図1のシステムでは、プロセッサ10
は特定のアドレス場所においてブロック単位でフラッシ
ュメモリ12にデータを書込み、かつこれからデータを
読出す。フラッシュメモリ12のゾーンは消去され得る
が、現在書込まれているアドレス場所はゾーン全体が消
去されるまで書替えられない。本発明の教示に従えば、
フラッシュメモリコントローラ14は完全に書替可能な
仮想アドレス空間を与え、そのためフラッシュメモリ1
2はディスクメモリ等のランダムアクセスメモリをエミ
ュレートし、プロセッサオペレーティングシステムソフ
トウェアは標準的なランダムアクセスメモリに提供する
のと同じ態様で、かつフラッシュメモリ12およびその
コントローラ14に依存しない態様で、他のすべての必
要な動作サポート(たとえばファイスシステム)を与え
る。典型的なシステムはまた、従来のランダムアクセス
メモリ16を含む。コントローラ14の機能はソフトウ
ェア、ハードウェアのファームウェアで行なわれてもよ
く、図面に示されるように物理的に別個のユニットとし
ては必ずしも存在しないことが理解されるであろう。
の編成の一部が示される。フラッシュメモリは、ここで
はゾーンA、ゾーンB等で示されるいくつかのゾーンを
有する。各ゾーンは、従来の周知のフラッシュメモリ技
術を用いてブロック消去され得るいくつかの連続した物
理メモリ場所を含む。ゾーンはユニットとして編成さ
れ、ここではそのうちの4つだけが図示されており、図
面でユニット♯1、ユニット♯6、ユニットN−1、お
よび転送ユニットとして示される。各ユニットは少なく
とも1つのゾーンを含み、複数の連続したゾーンを含
む。ここでは、各ユニットが2つのゾーン(すなわち、
ユニット♯1−ゾーンAおよびゾーンB、ユニット♯2
−ゾーンCおよびゾーンD、転送ユニット−ゾーンx2
および2x)を含むものとして示される。
ックを含み、各ブロックは連続した固定長のバイト群を
含む。常に、メモリ12には書込まれていないユニット
(すなわち転送ユニット)が存在し、そのため消去され
るべきユニット内の活性ブロックは、そのユニットを消
去する前にこの書込まれていないユニットに書込むこと
ができる。
ック番号およびブロック内のオフセットとしてアドレス
指定することができる連続するバイトアドレスを含む、
整数の数の連続するデータブロック21を含む。ユニッ
トの各ブロックは、ブロック番号およびブロックでのオ
フセットによってアドレス指定することができるユニッ
トを有する。各ユニットは、ユニットヘッダ23と、ユ
ニットの各ブロックの割当状態のマップ25とを有す
る。ユニットヘッダ23は、フォーマット識別子と、ユ
ニットの論理ユニット番号とを含む。ユニット転送の間
データが物理的に移動しなければならないため、好まし
くは、フラッシュメモリ12のユニットの物理場所が変
わってもユニット番号は変化しないままである。さら
に、ヘッダは、システム全体の情報も含み得る。ブロッ
ク割当マップ25は、各ブロックのために、ユニットに
おけるそのブロックの状態およびオフセットを示すワー
ドを有する。状態の表示は、「ブロックは空いており書
込可能である」、「ブロックは削除され書込不可能であ
る」、「ブロックが割当てられユーザデータを含む」、
およびブロックの仮想アドレス(バックポインタ)であ
る。
は、メモリにおけるユニットの物理位置が変わっても変
わらない論理ユニット番号が割当られる。図4に示され
るように、コンピュータ10によって発生されたアドレ
ス29は、ブロック番号およびブロックオフセットを含
む。これらのアドレスはフラッシュコントローラ14に
よって仮想アドレスとして解釈され、仮想マップを用い
て仮想アドレス空間と物理アドレス空間とを一致させる
ようにされる。仮想マップはブロックが書替られると変
化し、したがって、仮想アドレス空間は動的なものであ
る。なお、いかなる所与の時間にも、仮想アドレス空間
における1つまたは複数のブロックが物理アドレス空間
にマッピングされていなくてもよく、さらに、物理アド
レス空間におけるブロックが書込まていなくてもよくし
たがって自由に書込まれ得ることにも注目されたい。
ト転送の間データが物理的に動くため、ユニットには、
メモリにおけるユニットの物理場所が変わっても変わら
ない論理ユニット番号が割当られる。2レベルのアドレ
ス変換の第1の段階において、仮想マップ31はブロッ
ク番号を論理ユニットアドレスにマッピングする。物理
アドレスが物理ユニット番号に関するアドレスであるの
と同様に、論理ユニットアドレスは論理ユニット番号に
関するアドレスである。論理ユニット番号は、論理アド
レスの高次2進数字であり、ビットシフト動作によって
論理アドレスから引出され得る。マップ31から得られ
た論理アドレス33は、ユニット内のブロックのオフセ
ットとともに論理ユニット番号を含む。
を論理ユニットに関する物理ユニット番号に変換する。
この2段階のアドレス変換手順により、ユニットが新し
い物理位置に移動したときにマップのブロックアドレス
を変える必要がなくなる。
たとえば、最初にアドレスブロックにおいて論理ユニッ
ト番号およびユニット内のブロックオフセットにマッピ
ングされるブロックアドレスを含む。マップ35は、ユ
ニット番号33を、ユニットに関する物理アドレス3
7、およびユニット内のブロックのアドレス37のオフ
セットにマッピングし、アドレス指定されたデータブロ
ックがこの物理的な場所から読出される。ここで、デー
タは、典型的に行なわれるように、ブロックごとに読取
られかつ書込まれると仮定する。もちろん、データは、
必要であれば、同じ原理を用いてバイトごとに書込まれ
かつ読出されてもよい。図5は、この読出動作を説明す
るためのフロー図である。上述のように、2段階のアド
レス変換の第1の段階で、仮想アドレス29は論理アド
レスにマッピングされる(ブロック40)。第2の段階
で、ブロック41において、論理アドレスはフラッシュ
メモリの物理アドレスにマッピングされる。ブロック4
2においてこの物理アドレスのデータが読出され、これ
によってこの動作が終了する。
も最初に論理ユニット番号およびユニット内のブロック
オフセットにマッピングされる。コントローラ14のア
ルゴリズムによって、このユニットに関するブロック割
当マップ25が調べられる。このアドレスに対応するブ
ロックが既に書込まれていれば、対応する物理アドレス
では書込コマンドが実行できない。空きブロックが位置
決めされるまで、制御アルゴリズムによって各ユニット
に関するブロック割当マップ25が走査される。最初の
ユニットアドレスでのブロックマップ25におけるブロ
ックの状態は割当マップにおいてブロックの削除に変え
られ、空きブロックの状態は書込に変えられる。今最初
の仮想アドレスが書込動作が行なわれる予定の新しい論
理アドレスを指すように、仮想マップ31が更新され
る。この論理アドレスは、上述のような態様で物理アド
レスにマッピングされ、ブロックがこのアドレスに書込
まれる。図6は、この書込動作を説明するためのフロー
図である。書込動作では、ブロック45で仮想アドレス
29が論理ユニットアドレスにマッピングされ、ブロッ
ク46でユニットに関するユニット割当てが調べられ
る。判定ブロック47でユニットアドレスが空いていれ
ば、ブロック48でユニットアドレスは物理アドレスに
マッピングされ、ブロック49でこの物理アドレスにデ
ータが書込まれ、動作が終了する。論理アドレスが空い
ていなければ(ブロック47)、ブロック50で、ユニ
ット表が走査され、ユニット割当表において空きアドレ
スを位置決めする。ブロック51でこの新しい論理アド
レスは物理アドレスにマッピングされ、ブロック52で
この物理アドレスにデータが書込まれる。ユニット割当
表は、最初のブロックが削除され書込不可能であり、新
しいブロックが割当てられユーザデータを含むことを示
すように更新される(ブロック53)。その後、ブロッ
ク54およびブロック55で、仮想/論理アドレスマッ
プは、最初の仮想アドレスに対応するデータの新しい物
理アドレスを指すように更新される。
せることができるようにするために、物理メモリ空間は
周期的に再利用される。上述のように、メモリの少なく
とも1つのユニットが、その全体が空きブロックからな
りかつ転送ユニットとして働くように、常に確保され
る。
され(ここでは、ユニット♯M)、現在マッピングされ
ているすべての活性ブロックが読出されその後転送ユニ
ットに書込まれる。選択されたユニット♯Mはその後ブ
ロック消去され、転送ユニットとなり、活性ブロックが
書込まれている転送ユニットはこの例ではユニット♯M
となる。図7は、転送動作の前後のユニットの状態を示
している。図8は、この転送動作のフロー図である。転
送動作において、ブロック60で転送のためのユニット
が選択され、ブロック61で、選択されたユニットの活
性データブロックが読出される。その後、ブロック62
で、これらの活性データブロックは、それらの活性デー
タブロックが最初のユニットで配置されていた場所に対
応する、転送ユニットの場所に書込まれる。その後、ブ
ロック63で、選択された最初のユニットがフラッシュ
消去され、ブロック64で、選択されたユニットが転送
ユニットとなり転送ユニットに選択されたユニットのユ
ニット番号が割当てられるように、論理/物理アドレス
マップが変えられる。
内容が自由に更新される仮想マップが必要であり、その
ようなマップは従来のランダムアクセスメモリにストア
され得る。しかし、たとえば、ブロックサイズが512
バイトであると仮定すると、仮想マップが各ブロックの
ためにエントリを含み、各エントリがたとえば4バイト
長(すなわち、4ギガバイトのメモリまでアドレス指定
できる長さ)であってもよいため、80Mバイトのフラ
ッシュメモリでは、マップ表をストアするために640
Kバイトのメモリが必要であろう。仮想マップをストア
するのに必要なランダムアクセスメモリの量を制限する
ために、本発明の好ましい実施例では、マップデータの
主要部分がフラッシュメモリ12自体にストアされ、仮
想アドレスをコンピュータから一次仮想マップにマッピ
ングする二次仮想マップがメモリ16のようなランダム
アクセスメモリにストアされる。ここで、重要なポイン
トは、二次仮想マップの構成によって、仮想マップの読
出および書込のための手順が、上述のような通常のデー
タの読出および書込のための手順と同一にされることで
ある。上述の説明におけるユーザデータおよびランダム
アクセスメモリにストアされた仮想マップ(すなわち、
二次仮想マップ)と同じ態様で扱われる仮想マップ自体
は、上述の説明における仮想マップと同等のものであ
る。
モリ12の負の仮想アドレスにあり、通常の空間は仮想
アドレス0で始まる。仮想マップは、フラッシュメモリ
にある仮想マップを通常のユーザデータと同様に読出し
かつ書込むことができるようにするように、仮想マップ
自体によって用いられる負のアドレスをマッピングし、
それ自体をマッピングする仮想マップの一部分(すなわ
ち、二次仮想マップ)だけがランダムアクセスメモリに
ある。
想マップが12個の仮想マップブロックにストアされ、
その各々のブロックが512バイトであると仮定する。
アドレスが4バイトであると仮定すると、各ブロックは
128個の物理アドレスをストアすることができる。し
たがって、各ブロックは、仮想フラッシュメモリの64
Kバイトのアドレスを含む。仮想フラッシュメモリのア
ドレスからなる各ブロックはページとして考えられ、ラ
ンダムアクセスメモリは、アドレスブロックにマッピン
グされるページアドレス(この例では、48バイトだ
け)をストアする。所与の仮想アドレスからデータを読
出す際に、アドレスはページサイズ(64Kバイト)で
除算され、アドレスがストアされる一次仮想マップのペ
ージブロックにマッピングする二次仮想メモリのページ
番号が得られる。仮想メモリページブロックを用いて、
特定のフラッシュメモリの物理アドレスにマッピングす
る手順を、上述の態様で行なうことができる。たとえ
ば、仮想アドレスをページサイズで除算した後、その剰
余を仮想メモリブロックサイズ(たとえば、512)で
除算してフラッシュメモリから読出されるアドレスのア
レイに対するインデックスを得ることができる。
に、コンピュータによって発生されたアドレスもページ
サイズで除算され、フラッシュメモリの二次仮想マップ
に対するインデックスが得られる。二次仮想マップは、
一次仮想マップブロックが読出される一次仮想マップに
マッピングし、これは、読出される、アドレス指定され
た物理ブロックにマッピングするのに用いられる。この
ブロックは書替えすることができないため、書込みされ
ていないブロックが識別され、そこに、削除として示さ
れる最初のデータブロックが上述の態様で書込まれる。
フラッシュメモリにある仮想マップを更新するために、
本質的に同じ手順がその後に行なわれる。アドレスデー
タの新しい物理場所を反映するように変形された形の仮
想マップブロックは、フラッシュメモリの書込みされて
いないブロックに書込まれ、古いブロックは削除として
示される。ランダムアクセスメモリの二次仮想メモリ
は、必要に応じて、一次仮想メモリブロックの場所の変
化を反映するように変えられる。
プロセスの第1のステップは、ブロック70で仮想アド
レスをページ番号に変換し、ブロック71で、ページ番
号を用いてフラッシュメモリ12にストアされた仮想マ
ップの関連するページブロックのアドレスをRAM16
において位置決めすることである。このアドレスでの仮
想マップのページブロックは、フラッシュメモリから読
出され(ブロック72)、上述の態様で用いられて、デ
ータ読出動作またはデータ書込動作のために仮想アドレ
スに対応する物理アドレスを位置決めする。データ書込
動作では、ブロック73で仮想マップのページブロック
を更新しなければならず、ブロック74で、更新された
ページブロックの仮想マップはフラッシュメモリの空き
物理アドレス場所に書込まれる。ブロック75で、ペー
ジブロックの仮想マップが配置されていた最初のフラッ
シュメモリアドレスが削除として示され、ブロック76
で、RAMメモリ16は、更新されたマップに関する仮
想/物理マップアドレスを指すように更新される。
に再構成することができる。フラッシュメモリにある仮
想マップは不揮発性であり、再構成する必要はない。揮
発性ランダムアクセスメモリにある二次仮想マップは、
始動時に各ユニットの頂部にあるブロック利用マップを
走査することによって再構成することができる。仮想ア
ドレスにマッピングされたとして示されたブロックが識
別され、それに応じて二次仮想マップが構成される。
して説明したが、前掲の特許請求の範囲の精神および範
囲内で本発明に変形を加えることができることが当業者
により認識されるであろう。
施例のシステムの機能的構成要素を示すブロック図であ
る。
リ編成の1レベルの図的表現である。
れるかを示す図的表現である。
ドレスに如何にマッピングされるかを示す図的表現であ
る。
状態を示す図的表現である。
シュメモリ内にストアされる動作を示すフロー図であ
る。
ラッシュメモリコントローラ、16 ランダムアクセス
メモリ、21 データブロック、23 ユニットヘッ
ダ、25 ブロック割当マップ、29 仮想アドレス、
31 仮想マップ、33 論理アドレス、35 論理ユ
ニット表、37 物理アドレス
Claims (8)
- 【請求項1】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
データを書込むことが可能であり、連続メモリ場所のゾ
ーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法
であって、 前記メモリを各々が少なくとも1つのゾーンを含む複数
のユニットに編成するステップと、 各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含
み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所か
らなり、 ユニットの各ブロックの状態を活性書込、非書込または
削除として示す、各ユニットのための割当表を確立する
ステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための表
を確立するステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には (a) 前記仮想アドレスをユニットの物理ブロックア
ドレスにマッピングするステップと、 (b) サブパラグラフ(a)で前記仮想アドレスがマ
ッピングされた前記ユニットの前記割当表を調べて前記
物理ブロックアドレスのブロックの状態が活性書込であ
るか非書込であるかを判断するステップとを含み、 (c) 前記物理ブロックアドレスの前記ブロックが活
性書込状態であれば (1) 前記ユニットの少なくとも1つの前記割当表を
調べて非書込ブロックアドレスを識別するステップと、 (2) 前記データを前記メモリの前記非書込ブロック
アドレスに書込むステップと、 (3) 前記仮想アドレスがマッピングされた前記ユニ
ットの前記割当表を変更して前記物理ブロックアドレス
を削除として示すステップと、 (4) パラグラフ(c)(2)において前記データが
書込まれたユニットの前記割当表を変更して前記データ
が書込まれた前記非書込ブロックアドレスを活性書込と
示すステップと、 (5) 前記表を変更して仮想アドレスを物理アドレス
にマッピングし、前記表が前記仮想アドレスを、ステッ
プ(c)(2)で前記データが書込まれた前記非書込ブ
ロックの物理アドレスにマッピングするようにさせるス
テップとを含む、メモリ管理方法。 - 【請求項2】 前記ユニットのすべてのブロックが非書
込である前記メモリ内の少なくとも1つの転送ユニット
を確立するステップと、 前記少なくとも1つの転送ユニット以外の、消去される
べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
と、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを読出すステ
ップと、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを前記少なく
とも1つの転送ユニットに書込むステップと、 前記1つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための前
記表を更新して前記選択されたユニットが前記1つの転
送ユニットに置換され前記選択されたユニットが別の前
記少なくとも1つの転送ユニットになったことを示すス
テップとをさらに含む、請求項1に記載のメモリ管理方
法。 - 【請求項3】 書込まれていない物理メモリ場所にのみ
データを書込むことが可能であり、連続メモリ場所のゾ
ーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法
であって、 前記メモリに仮想アドレスを物理アドレスにマッピング
する第1の表を記憶するステップを含み、前記第1の表
は複数のページ−アドレス可能ブロックとして編成され
ており、 さらに ランダムアクセスメモリ内に、ページアドレスを前記メ
モリ内の前記ページ−アドレス可能ブロックの物理アド
レスにマッピングする第2の表を記憶するステップと、 前記メモリ内に記憶された前記第1の表のページ−アド
レス可能ブロックを、非書込物理ブロック場所に変更さ
れたページ−アドレス可能ブロックを書込むことによっ
て変更するステップと、 前記ランダムアクセスメモリ内に記憶された前記第2の
表を更新して、これが変更されたページ−アドレス可能
ブロックのページアドレスを前記変更されたページ−ア
ドレス可能ブロックが書込まれた非書込物理ブロック場
所へマッピングするようにさせるステップとを含む、メ
モリ管理方法。 - 【請求項4】 書込まれていない物理メモリ場所にのみ
データを書込むことが可能であり、連続メモリ場所のゾ
ーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法
であって、 メモリを各々が少なくとも1つのゾーンを含む複数のユ
ニットに編成するステップと、 各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含
み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所か
らなり、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングする第1の表
を確立するステップと、 前記メモリ内に複数のページ−アドレス可能ブロックと
して編成された前記第1の表を記憶させるステップと、 ランダムアクセスメモリ内に、ページを、前記メモリ内
にストアされた前記ページ−アドレス可能ブロックの物
理アドレスにマッピングする第2の表を記憶するステッ
プとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には (a) 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
ステップと、 (b) 前記ページアドレスを前記メモリ内のページ−
アドレス可能ブロックにマッピングするステップと、 (c) 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
テップと、 (d) 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
ップとを含み、 (e) 前記物理アドレスの前記ブロックが活性書込状
態であれば、 (1) 前記データを前記メモリの非書込ブロックアド
レスに書込むステップと、 (2) 前記ページ−アドレス可能ブロックを変更して
前記第1の表が前記仮想アドレスをステップ(e)
(1)で前記データが書込まれた非書込ブロックの物理
アドレスにマッピングするようにさせるステップと、 (3) ステップ(e)(2)からの変更されたページ
−アドレス可能ブロックを前記メモリ内の非書込物理ブ
ロック場所に書込むステップと、 (4) 前記ランダムアクセスメモリに記憶された前記
第2の表を更新して、変更されたページ−アドレス可能
ブロックのページアドレスを前記非書込物理ブロック場
所にマッピングさせるステップとを含む、メモリ管理方
法。 - 【請求項5】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
データを書込むことが可能であり、連続メモリ場所のゾ
ーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法
であって、 前記メモリを各々が少なくとも1つのゾーンを含む複数
のユニットに編成するステップと、 各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含
み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所か
らなり、 ユニット内の各ブロック状態を活性書込、非書込または
削除として示す割当表を各ユニットについて確立するス
テップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための表
を確立するステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には、 (a) 前記仮想アドレスをユニット内の物理ブロック
アドレスにマッピングするステップと、 (b) サブパラグラフ(a)で前記仮想アドレスがマ
ッピングされた前記ユニットの前記割当表を調べて前記
物理ブロックアドレスのブロックの状態を活性書込また
は非書込と判断するステップとを含み、 (c) 前記物理ブロックアドレスの前記ブロックが活
性書込状態であれば (1) 前記ユニットの少なくとも1つの前記割当表を
調べて非書込ブロックアドレスを識別するステップと、 (2) 前記メモリの前記非書込ブロックアドレスに前
記データを書込むステップと、 (3) 前記仮想アドレスがマッピングされた前記ユニ
ットの前記割当表を変更して前記物理ブロックアドレス
を削除と示すステップと、 (4) パラグラフ(c)(2)で前記データが書込ま
れたユニットの前記割当表を変更して前記データが書込
まれた前記非書込ブロックアドレスを活性書込と示すス
テップと、 (5) 前記表を変更して仮想アドレスを物理アドレス
にマッピングし、前記表が前記仮想アドレスをステップ
(c)(2)において前記データが書込まれた前記非書
込ブロックの物理アドレスにマッピングするようにさせ
るステップとを含み、 前記メモリの仮想アドレスからデータを読出す際には (d) 前記仮想アドレスをユニットの物理ブロックア
ドレスにマッピングするステップと、 (e) 前記メモリの前記物理アドレスから前記データ
を読出すステップとを含む、メモリ管理方法。 - 【請求項6】 前記ユニットのすべてのブロックが書込
まれていない前記メモリにおいて少なくとも1つの転送
ユニットを確立するステップと、 前記少なくとも1つの転送ユニット以外の、消去される
べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
と、 前記選択されたユニットの各活性書込ブロックを読出す
ステップと、 前記選択されたユニットの各活性書込ブロックを前記少
なくとも1つの転送ユニットに書込むステップと、 前記1つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 前記表を更新して仮想アドレスを物理アドレスにマッピ
ングし、前記選択されたユニットが前記1つの転送ユニ
ットに置換され、前記選択されたユニットが別の前記少
なくとも1つの転送ユニットになったことを示すステッ
プとをさらに含む、請求項5に記載のメモリ管理方法。 - 【請求項7】 書込まれていない物理メモリ場所のみに
データを書込むことが可能であり、連続メモリ場所のゾ
ーンを同時に消去可能なメモリのためのメモリ管理方法
であって、 前記メモリを各々が少なくとも1つのゾーンを含む複数
のユニットに編成するステップと、 各ユニットを複数のブロックに編成するステップとを含
み、前記ブロックの各々は複数の連続物理メモリ場所か
らなり、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングする第1の表
を確立するステップと、 複数のページ−アドレス可能ブロックとして編成された
前記第1の表を前記メモリに記憶するステップと、 ランダムアクセスメモリ内に、ページを、前記メモリ内
にストアされた前記ページアドレス可能ブロックの物理
アドレスにマッピングする第2の表を記憶するステップ
とを含み、 前記メモリの仮想アドレスにデータを書込む際には (a) 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
ステップと、 (b) 前記ページアドレスを前記メモリのページアド
レス可能ブロックにマッピングするステップと、 (c) 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
テップと、 (d) 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
ップとを含み、 (e) 前記物理アドレスの前記ブロックが活性書込状
態であれば (1) 前記データを前記メモリの非書込ブロックアド
レスに書込むステップと、 (2) 前記ページ−アドレス可能ブロックを変更して
前記第1のテーブルが仮想アドレスをステップ(e)
(1)で前記データが書込まれた非書込ブロックの物理
アドレスにマッピングするようにさせるステップと、 (3) ステップ(e)(2)からの変更されたページ
−アドレス可能ブロックを前記メモリ内の非書込物理ブ
ロック場所に書込むステップと、 (4) 前記ランダムアクセスメモリ内に記憶された前
記第2の表を更新してこれが変更されたページ−アドレ
ス可能ブロックのページアドレスを前記非書込物理ブロ
ック場所にマッピングするようにさせるステップとを含
み、 前記メモリの仮想アドレスからデータを読出す際には (a) 前記仮想アドレスからページアドレスを引出す
ステップと、 (b) 前記ページアドレスを前記メモリ内のページア
ドレス可能ブロックにマッピングするステップと、 (c) 前記ページ−アドレス可能ブロックを読出すス
テップと、 (d) 前記ページ−アドレス可能ブロックに基づき、
前記仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするステ
ップと、 (e) 前記メモリの前記物理アドレスから前記データ
を読出すステップとを含む、メモリ管理方法。 - 【請求項8】 前記ユニットのすべてのブロックが書込
まれていない前記メモリの少なくとも1つの転送ユニッ
トを確立するステップと、 前記少なくとも1つの転送ユニット以外の、消去される
べき選択されたユニットを周期的に識別するステップ
と、 前記選択されたユニット内の各書込ブロックを読出すス
テップと、 前記選択されたユニットの各書込ブロックを前記少なく
とも1つの転送ユニットに書込むステップと、 前記1つの転送ユニットの前記割当表を更新してすぐ前
の書込ステップで書込まれたブロックの状態を書込と示
すステップと、 前記選択されたユニットを消去するステップと、 仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするための前
記表を更新して、前記選択されたユニットが前記1つの
転送ユニットで置換され、前記選択されたユニットが別
の前記少なくとも1つの転送ユニットになったことを示
すステップとをさらに含む、請求項7に記載のメモリ管
理方法。
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