JP2011197788A - メモリシステム - Google Patents
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Abstract
【解決手段】通常優先度でフリーブロックを取得する際に、フリーブロック数が第1の閾値より多く存在するフリーブロック管理リストからフリーブロックを取得するよう動作する第1のフリーブロック選択部と、高優先度でフリーブロックを取得する際に、フリーブロック数が第1の閾値より多く存在するフリーブロック管理リストおよびフリーブロック数が第1の閾値より多く存在しないフリーブロック管理リストからフリーブロックを取得するよう動作する第2のフリーブロック選択部とを備える。
【選択図】図9
Description
図1は、メモリシステムの一例としてのSSD(Solid State Drive)100の構成例を示すブロック図である。SSD100は、SSDコントローラとしてのドライブ制御回路4と、不揮発性半導体メモリとしてのNAND型フラッシュメモリ(以下、NANDメモリと略す)10と、バッファメモリ、作業用メモリ領域などとして機能する例えば揮発性半導体メモリで構成されるRAM20と、ATAインタフェース(ATA I/F)2などのメモリ接続インタフェースなどを備えている。SSD100は、ATA I/F2を介してパーソナルコンピュータあるいはCPUコアなどのホスト装置(以下、ホストと略す)1と接続され、ホスト1の外部メモリとして機能する。
RB22は、ホスト1からのRead要求に対して、NANDメモリ10(VS12、MS11)からのReadデータを一時的に保存するための領域であり、キャッシュメモリ機能を持たせるようにしてもよい。ホスト1へのデータ転送は、基本的に、RB22から行う。WB21に最新のデータがある場合は、WB21からホスト1へデータ転送が行われる。
WB21は、ホスト1からのWrite要求に対して、ホスト1からのWriteデータを一時的に保存するための領域であり、キャッシュメモリ機能を持たせるようにしてもよい。WB21上のデータは、クラスタ単位で管理し、書き込みと有効データの管理はセクタ単位で行う。WB21のリソースが不足した場合、WB21の記憶データをNANDメモリ10に追い出す。この追い出しの際、WB21上で有効クラスタの多いトラック(高密度トラック)は、MS11へ追い出され、WB21上で有効クラスタの少ないトラック(低密度トラック)は、VS12へ追い出される。高密度データとは、所定の論理アドレス範囲内に有効データが所定割合より多いデータであり、低密度データとは、所定の論理アドレス範囲内に有効データが所定割合より少ないデータである。
MS11はトラック単位でデータの管理が行われ、ほとんどのユーザデータが格納される。WB21上で有効クラスタの多いトラック(高密度トラック:有効クラスタが所定の閾値α以上あるトラック)は、WB12から直接MS11に書き込まれる。その他、MS11には、VS12で管理しきれなくなったデータが入力される。MS11に入力されたトラックと同一LBAのトラックについてはMS11の論理ブロック内で無効化し、この論理ブロックを解放する。MS11に入力されたトラックと同一LBAのトラックに属するクラスタについては、VS12内で無効化し、論理ブロック内の全クラスタが無効になった論理ブロックは解放する。
VS12はクラスタ単位でデータを管理される例えばFIFO構造のバッファであり、入力は複数のクラスタをまとめた論理ページ単位で行われる。VS12には、WB21上で有効クラスタの少ないトラック(低密度トラック:有効クラスタが所定の閾値α未満のトラック)が書き込まれる。VS12は、例えば、データの書き込み順序で論理ブロックが並んだFIFO構造となっている。VS12に存在するクラスタと同一LBAのクラスタがVS12に入力された場合、VS12内のクラスタを無効化するだけでよく、書き換え動作を伴わない。VS12に入力されたクラスタと同一LBAのクラスタについては、論理ブロック内で無効化し、論理ブロック内の全クラスタが無効になった論理ブロックは解放する。VS12の容量が飽和した場合、VS12内のクラスタをトラックに統合して、MS11へ追い出す。
(1)各チャネルの物理ブロックを1つずつ選択すること。
(2)各チャネルの物理ブロックは、同じチップ番号に属する物理ブロックから選択すること。
(3)各チャネルの物理ブロックは、同じプレーン番号に属する物理ブロックから選択すること。
(4)同一バンク内の物理ブロックを選択すること。
したがって、論理ブロックは、バンク毎に、チップ毎に、プレーン毎に分類可能になる。また、図10に示すように、FBリスト80−0〜80−7は、それぞれ、同一のバンク番号、チップ番号、プレーン番号を持つ論理ブロックのリストとして構成される。
{0,1,2,3,4,5,6,7}
という長さ8の順序規則を作る。この順序規則を繰り返せば、どの位置からフリーブロックリストの選択を開始したとしても、最大8並列書込み可能なフリーブロックを選択できる。例えば位置4から始まった場合でも{4,5,6,7,0,1,2,3}とフリーブロックリストを選択すればよい。
{B0C0P0,B0C0P1,B1C0P0,B1C0P1,
B0C1P0,B0C1P1,B1C1P0,B1C1P1}
という順序規則を作ればよい。
つぎに、この発明の第2の実施形態について説明する。第1の実施形態での手法を用いてもフリーブロック数が各FBリスト間で偏ることは避けられない。そこで、第2の実施形態では、ブロックの使用数がプレーン間(FBリスト間)で偏ってしまった場合には、ホスト1からアクセスのない時間を利用して、ブロックの使用数が多いプレーンから、少ないプレーンにデータを移動し、各プレーンにおいて、ブロックの使用数が一定以下になるようにする。
図16は、SSD100を搭載したパーソナルコンピュータ1200の一例を示す斜視図である。パーソナルコンピュータ1200は、本体1201、及び表示ユニット1202を備えている。表示ユニット1202は、ディスプレイハウジング1203と、このディスプレイハウジング1203に収容された表示装置1204とを備えている。
Claims (3)
- ブロックを複数個有する不揮発性半導体メモリと、
前記不揮発性半導体メモリへの書き込みの際に、有効データを含まないブロックであるフリーブロックを1乃至複数個前記不揮発性半導体メモリから選択するブロック選択部と、
前記選択されたフリーブロックに書き込みを行う書き込み制御部と、
を備え、
前記ブロック選択部は、
前記不揮発性半導体メモリに含まれるフリーブロックを、並列動作可能なブロックの集合単位を用いて複数本のフリーブロック管理リストに分類したリスト部と、
通常優先度でフリーブロックを取得する際に、フリーブロック数が第1の閾値より多く存在するフリーブロック管理リストからフリーブロックを取得するよう動作する第1のフリーブロック選択部と、
高優先度でフリーブロックを取得する際に、フリーブロック数が第1の閾値より多く存在するフリーブロック管理リストおよびフリーブロック数が第1の閾値より多く存在しないフリーブロック管理リストからフリーブロックを取得するよう動作する第2のフリーブロック選択部と、
を備えることを特徴とするメモリシステム。 - 前記リスト部は、前記不揮発性半導体メモリに含まれる、有効データを含むブロックであるアクティブブロックを前記ブロックの集合単位を用いて分類した複数本のアクティブブロック管理リストをさらに有し、
フリーブロック数が第2の閾値より少ないフリーブロック管理リストに対応するアクティブブロックリストのアクティブブロックのデータを、フリーブロック数が、第2の閾値以上の第3の閾値より多いフリーブロック管理リストのフリーブロックに移動するブロック移動部をさらに備えることを特徴とする請求項1に記載のメモリシステム。 - 前記第1のフリーブロック選択部は、所定の論理アドレス範囲内に有効データが所定割合より多い高密度データを前記不揮発性半導体メモリに書き込む際に動作し、
前記第2のフリーブロック選択部は、所定の論理アドレス範囲内に有効データが所定割合より少ない低密度データを前記不揮発性半導体メモリに書き込む際に動作することを特徴とする請求項1または2に記載のメモリシステム。
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