図3に本発明の実施の形態による半導体記 録システムの構成図を示す。図3において、� �導体記録装置100は例えばメモリカードとし� �実現され、ホスト機器200に接続されて使用� �れる。半導体記録装置100は、フラッシュメ� �リに対してデータの書き込み及び読み出し� �制御するメモリコントローラ110と、不揮発� �メモリであるフラッシュメモリ120を含んで� �成されている。

 メモリコントローラ110は外部インターフ� ��ース111、コマンド解析部112、ブロック管理� ��114、論物変換テーブル115、無効ブロック管� ��テーブル116、論物変換テーブル初期化部117� ��びフラッシュ制御部118を含んでいる。

 次にメモリコントローラ110について詳細� ��説明する。外部インターフェース111は、ホ� ��ト機器200からのコマンドを受信し、データ� ��転送を行うインターフェースである。

 コマンド解析部112は、外部インターフェ� ��ス111によって受信されたリードコマンドや� ��イトコマンドなどのコマンドを解析するも� ��である。コマンド解析部112内にはコマンド� ��の論理フォーマットを検出する論理フォー� ��ット検出部113が設けられている。論理フォ� ��マット検出部113は、所定の論理ブロックにF ATデータが書き込まれることによって、論理� ��ォーマットがなされたことを検出するもの� ��ある。

 論物変換テーブル115は、ホスト機器200か� ��発行される論理ブロック番号とフラッシュ� ��モリ120に記録されている物理ブロック番号� ��の対応を示す論物変換テーブルである。こ� ��テーブルはメモリコントローラ110の揮発性� ��モリに記録され、同時にフラッシュメモリ1 20のいずれかの物理ブロックの1ページに記録 される。

 無効ブロック管理テーブル116は、フラッ� ��ュメモリ120の物理ブロックが使用済みか無� ��ブロックかを示す情報を記録したテーブル� ��あり、揮発性メモリで構成される。このテ� ��ブル116は後述するように、電源供給時に論� ��変換テーブル115に基づいて生成される。

 次にブロック管理部114は、論物変換テー� ��ル115と無効ブロック管理テーブル116とを管� ��するものである。ブロック管理部114は、ホ� ��ト機器200よりライトコマンドが発行され新� ��の物理ブロックが論理ブロックに割り当て� ��れた場合に、論物変換テーブル115を更新し� ��フラッシュメモリ120内の論物変換テーブル� ��記録も更新する。

 論物変換テーブル初期化部117は、論理フ� ��ーマット検出部113が論理フォーマットを検� ��したときに、論物変換テーブル115の初期化� ��行うものである。この初期化は後述するよ� ��に、論理ブロックに対応する物理ブロック� ��アドレスを無効ブロックに設定することに� ��って行われる。

 フラッシュ制御部118は、コマンド解析に� ��いフラッシュメモリ120へのデータの書き込� ��、及びフラッシュメモリ120からのデータの� ��み出しを行うブロックである。

 次にフラッシュメモリ120について説明す� ��。フラッシュメモリ120は図4に示すようにA� �(Aは自然数)の物理ブロックより構成される� �物理ブロックは消去の単位であり、本実施� �形態では、A個の物理ブロックに対して0~(A-1) の物理ブロック番号PBNを付している。物理ブ ロック番号0~B-1(Bは、B<Aを満たす自然数)のB 個の物理ブロックをメモリの第1領域120-1、物 理ブロック番号B~(A-1)の(A-B)個の物理ブロック をメモリの第2領域120-2とする。そしてフラッ シュメモリ120の第1領域120-1に、ホスト機器200 から転送されるユーザデータを記録し、第2� �域120-2に論物変換テーブル115等のシステムデ ータを記録する。FAT等のファイルシステムは 、ユーザデータと共に第1領域120-1に書き込ま れる。

 フラッシュメモリは、記録済みのページ� ��上書きすることはできず、書き換え回数の� ��限があるといった特徴がある。ホスト機器2 00から与えられる論理ブロック番号は0~(B-m)(m� ��1以上の自然数)とし、論理ブロック数より� �理ブロックに対応するメモリの第1領域120-1� �物理ブロック数を多く割り当てる。これに� �り、記録済みの論理ブロックを書き換える� �合において、当該論理ブロックに対応して� �録されている物理ブロックとは別の物理ブ� �ックに記録することが可能となる。よって� �ホスト機器から同一の論理ブロックに集中� �てライトコマンドが発行された場合におい� �も、論物変換テーブルによって論理ブロッ� �番号と物理ブロック番号を対応づけること� �より、書き換えが同一の物理ブロックに集� �することを防止している。

 また図5に示すように、各物理ブロックは N個(Nは自然数)のページによって構成され、� �ページには0~(N-1)のページ番号PPNが付される� ��ページはデータ記録の単位であり、物理ブ� ��ックには各ページ毎にデータを記録するこ� ��ができる。例えば、論物変換テーブル115の� ��ータサイズが1ページに相当する場合は、同 一物理ブロックにN回論物変換テーブルを記� �することができる。

 図6は論物変換テーブル115の一例であり、 論理ブロック番号0の論理ブロックが物理ブ� �ック番号3の物理ブロックに、論理ブロック� ��号1の論理ブロックが物理ブロック番号6の� �理ブロックにマッピングされていることを� �している。また論理ブロック番号L及び(L+1)� �論理ブロックは、無効の番号Aが記録されて� ��り、データが書かれていないことを示して� ��る。

 図7は無効ブロック管理テーブル116の一例 であり、各物理ブロックの使用状態を示す。 使用状態が1の物理ブロックは使用中であっ� �、有効なデータが書き込まれていることを� �す。又使用状態が0の物理ブロックは無効ブ� ��ックであり、無効のデータが書き込まれて� ��る場合、及び消去済みブロックの場合があ� ��が、いずれであっても新たに記録に用いる� ��とができるブロックである。

 以下、ブロック管理部114の動作について詳� ��に説明する。ブロック管理部114は、論物変� ��テーブル115と、無効ブロック管理テーブル1 16を更新しながら半導体記録装置全体のブロ� ��ク管理を実施している。ブロック管理部114� ��、無効ブロック管理テーブル116を以下のよ� ��に制御する。
(ステップ1)電源が供給されると、テーブル116 の全ブロックを無効状態に初期化する。
(ステップ2)不良ブロックをテーブル116上で使 用済みに更新する。不良ブロックの管理は発 明の本質から外れるので詳細な説明はしない が、フラッシュメモリの固定位置に記録して おく。
(ステップ3)論物変換テーブル115を読み取り、 使用されている物理ブロックをテーブル116上 で使用済みに更新する。
(ステップ4)記録済みの論理ブロックを書き換 えるときは、テーブル116より無効ブロックを 選択し、選択された無効ブロックにデータを 記録する。そして選択されたブロックを使用 済みブロックに、当該論理ブロックに対応し ていた直前の物理ブロックを無効ブロックに 更新する。

 上記のように、ブロック管理部114は電源� ��給時に無効ブロック管理テーブル116を作成� ��る。そして新たな物理ブロックに記録する� ��合は、テーブル116より直前に記録されたブ� ��ックのポインタから順番に消去可能なブロ� ��クを新規ブロックとして割り当てるととも� ��、テーブル116を更新する。

 図8Aはある時点での論物変換テーブル115� �図8Bは図8Aの状態からL番の論理ブロックにデ ータを記録した後のテーブル115、図8Cは図8B� �状態から(L+1)番の論理ブロックにデータを記 録した後のテーブル115を示す。

 次に論物変換テーブル115を格納する物理� ��ロックについて説明する。図9A,図9Bは論物� �換テーブル115を格納する物理ブロックの状� �遷移を示す図であり、ハッチングが施され� �ページは記録済みのページを示している。

 本実施の形態では、論物変換テーブルは� ��フラッシュメモリの第2領域120-2の最終、即� ��物理ブロック番号(A-1)の物理ブロックの先� �ページから順番に1ページごとに記録される� ��する。図9Aの(a)は物理ブロック番号(A-1)の物 理ブロックに、ページ0~ページ(N-2)までの(N-1) 個の論物変換テーブルが記録済みであり、最 新の論物変換テーブルが(N-2)番のページに格� ��されていることを示している。又ページ(N-1 )は未記録である。図8Aに図示した論物変換テ ーブル115はページ(N-2)に記録されているもの� ��する。

 この状態で、ホスト機器200がL番の論理ブ ロックに対してライトコマンドを発行した場 合の動作について、図8A~図10A,図10Bを参照し� �説明する。現在の論物変換テーブルは図8Aで あり、L番の論理ブロックには無効を示す「A� ��が書かれており、物理ブロックは割り当て� ��れていない。よって、ブロック管理部114は� ��効ブロック管理テーブル116を参照して無効� ��ロックサーチを行う。現在の無効ブロック� ��理テーブル116は図7に示す状態であり、(B-1)� ��の物理番号の物理ブロックがサーチされた� ��する。ブロック管理部114は、論理ブロック� ��号Lの論理ブロックに、物理ブロック番号(B- 1)番の物理ブロックを割り当て、論物変換テ� ��ブル115を図8Bに示すように更新する。フラ� �シュ制御部118は更新された論物変換テーブ� �115を物理ブロック番号(A-1)番の物理ブロック の(N-1)番のページに記録する。この記録によ� ��、図9Aの状態(b)に遷移する。

 さらにホスト機器200が(L+1)番の論理ブロ� �クにライトコマンドを発行した場合につい� �説明する。図8Bに示す現在の論物変換テーブ ル115は、(L+1)番の論理ブロックには無効を示� ��Aが書かれており、物理ブロックが割り当て られていない。よって、ブロック管理部114は 無効ブロックサーチを行う。無効ブロックサ ーチにより物理ブロック番号1がサーチされ� �と、論理ブロック番号(L+1)の論理ブロックに 、物理ブロック番号1の物理ブロックを割り� �て、論物変換テーブル115を図8Cに示すように 更新する。フラッシュ制御部118は更新された 論物変換テーブルをフラッシュメモリ120に書 き込む。図9Aに(b)で示すように、論物変換テ� ��ブルに割り当てられた物理ブロック番号(A-1 )の物理ブロックは全てのページが記録済み� �ある。この場合、ブロック管理部114は、フ� �ッシュメモリ120の第2領域において、(現物理 ブロック番号-1)の物理ブロックを新物理ブロ ックとして抽出する。この場合は図9Bに示す� ��うに、物理ブロック番号(A-2)の物理ブロッ� �のページ0に、図8Cで示す最新の論物変換テ� �ブルを記録する。こうすれば少なくとも最� �の論物変換テーブルとその直前まで有効で� �った論物変換テーブルがフラッシュメモリ12 0に保持されているため、必要であればその� �前の状態に戻ることができる。

 次に論理フォーマットと、その後の論物� ��換テーブルの初期化について説明する。FAT� ��ステムの論理フォーマットは、ホスト機器2 00より新たなFATテーブルを半導体記録装置100� ��記録することによって実施される。FATテー� ��ルの論理アドレス上の記録位置は例えば論� ��ブロック番号0のようにあらかじめ定められ ている。

 ホスト機器において、FATテーブルの位置� ��論理ブロックの0番に割り当てられている場 合、コマンド解析部112内の論理フォーマット 検出部113は、論理ブロックの0番にFATテーブ� �であることを示す所定のデータが記録され� �いることを検出する。論理フォーマット検� �部113は論理フォーマットがなされたことを� �出すると、検出信号が論物変換テーブル初� �化部117に与えられる。

 次に、論物変換テーブル初期化部117の動� ��について説明する。論物変換テーブル115の� ��期化は、FATテーブルが記録された論理ブロ� ��ク番号の0番を除いて全論理ブロックに対応 する物理ブロックを無効ブロックAとするこ� �により実行する。図8Cに示すテーブル115が図 9Bに示すように書き込まれている状態で初期� ��されたとする。この場合の論物変換テーブ� ��115を図10Aに、この論物変換テーブルが記録� ��れる物理ブロック番号(A-2)の状態を図10Bに� �す。

 図10Aに示すように、初期化後の論物変換� ��ーブル115は、FATテーブルを記録した論理ブ� ��ック番号0を除く全ての論理ブロックに対応 する物理ブロック番号はA(無効ブロック)にな る。このように、フラッシュメモリの第1領� �のFATテーブルを保持したブロック以外の全� �理ブロックに対応する物理ブロックを無効� �ロックにすることによって、無効ブロック� �理テーブル116で管理しているフラッシュメ� �リ120の第1領域のほぼ全ての物理ブロックは� ��不良ブロックを除いて使用可能状態になる� ��こうして初期化された論物変換テーブルは� ��直前に論物変換テーブルを格納していた物� ��ブロックの次のページの位置に、図10Bに矢� ��で示すように記録される。

 次に、論理フォーマット直後に論物変換テ� ��ブルを初期化し、全論理ブロックに記録し� ��後に、論理フォーマットと、先頭の論理ブ� ��ックから最大の論理ブロック番号の半分の� ��理ブロック番号までの記録とを繰り返し実� ��した場合の動作について、説明する。本動� ��は、発明が解決しようとする課題で説明し� ��ように、以下のシーケンスで実施される。
  シーケンス0 初期状態
  シーケンス1 メモリカードを論理フォー� �ット
  シーケンス2 論物変換テーブルの初期化
  シーケンス3 メモリカードの全容量分を� �録
  シーケンス4 メモリカードに記録された� �ンテンツをサーバにアップロード
  シーケンス5 メモリカードを再論理フォ� �マット
  シーケンス6 論物変換テーブルの初期化
  シーケンス7 メモリカードの半分の容量� �だけ記録
  シーケンス8 メモリカードに記録された� �ンテンツをサーバにアップロード
  シーケンス9 メモリカードを再論理フォ� �マット
  シーケンス10 論物変換テーブルの初期化
  シーケンス11 メモリカードの半分の容量� ��だけ記録
  シーケンス12 メモリカードに記録された� ��ンテンツをサーバにアップロード
以下、シーケンス9~シーケンス12を繰り返す� �

 次に各シーケンスが実行されたときの半導� ��メモリの物理ブロックの状態について説明� ��る。ここでも物理ブロックの状態を
 E 消去済みブロック
 W 書き込み済みであり、消去不可であるブ� ��ック
 I 書き込み済みであるが、消去可能なブロ� ��ク
で分類している。

 シーケンス0におけるメモリカードのフラ ッシュメモリ120の状態を図11に(a)で示す。シ� ��ケンス1において、図11に(b)で示すように最� ��の物理ブロックにFATテーブルを書き込み、� ��き込み済ブロックWとする。論理フォーマッ トした後には、シーケンス2において論物変� �テーブルを初期化する。最初の状態では全� �は消去されているので変化はない。その後� �ーケンス3においてメモリカードの全容量分� ��記録したときには、図11に(c)で示すように� �1領域のうち転送された全ての論理ブロック� ��対する物理ブロックが書き込み済みWとなる 。

 シーケンス4によって記録されたデータを サーバにアップロードする。次いでシーケン ス5では、ホスト機器200は再フォーマットの� �め新たなFATを転送する。半導体記録装置100� �FATを図11に(c)で示す消去済みブロックEに記� �する。この記録された物理ブロックを以前� �記録した領域と区別するためW1とする。以前 に記録されていたFATは不要なので、FATを記録 していた物理ブロックは消去可能ブロックI� �する。図11に(d)で示す状態はシーケンス5の� �の状態を示す。図11に(a)から(d)に示す物理ブ ロックの状態は、第2領域120-2が加わっている こと以外は従来の場合と同一である。

 シーケンス6ではコマンド解析部112の論理 フォーマット検出部113は論理ブロック0に対� �るFATが再び記録されたことを検出し、論物� �換テーブル初期化部117に検出信号を出力す� �。これによって論物変換テーブル初期化部11 7は論物変換テーブル115を初期化する。初期� �された論物変換テーブルはフラッシュ制御� �118を介してフラッシュメモリ120に書き込ま� �る。この論物変換テーブルの初期化により� �図12に(a)で示すように、物理ブロックWの領� �は消去可能な物理ブロックIとなる。

 シーケンス7では、半導体記録装置100は図 12に(a)で示す消去ブロックEと消去可能なブロ ックIにデータを記録する。本実施の形態に� �いて、データを書き込むべき新物理ブロッ� �の選択は、直前に選択された物理ブロック� �ポインタを1個ずつ増加させることによって� ��施する。シーケンス6の終了時に、FATを記録 した物理ブロックを示すポインタの次の物理 ブロックから順番に新ブロックを選択してい く。上記のアルゴリズムで、データを記録す る論理ブロックに順番に空き物理ブロックを 対応づけていきながら書き込み、全容量の半 分まで記録する。ここで記録された領域もW1� ��表す。これによりフラッシュメモリ120は図1 2に(b)で示す状態となる。

 シーケンス8では記録した内部コンテンツ をサーバにアップロードする。次いでシーケ ンス9ではFATを書き込むため、図12に(b)で示す 消去可能ブロックIから記録する物理ブロッ� �を選択する。選択のアルゴリズムは、シー� �ンス5と同様である。よって、シーケンス7で 最後に記録されたブロックの次のブロックか ら順次FATが記録される。新たに記録した領域 の物理ブロックは、以前に記録した領域と区 別するため物理ブロックをW2と記す。以前にF ATが記録されていた物理ブロックは消去可能� ��ロックIとなる。FATの記録後の状態を図12に( c)で示す。

 シーケンス10では、コマンド解析部112の� �理フォーマット検出部113は論理ブロック0に� ��するFATが再び記録されたことを検出し、論� ��変換テーブル初期化部117に検出信号を出力� ��る。これによって論物変換テーブル初期化� ��117は論物変換テーブル115を初期化する。初� ��化された論物変換テーブルはフラッシュ制� ��部118を介してフラッシュメモリ120に書き込� ��れる。図12に(c)で示す状態において書き込� �済みであった物理ブロックW1は、消去可能な 物理ブロックIとなる。この状態を図12に(d)で 示す。

 シーケンス11では、図12に(d)で示す消去可 能なブロックIにデータが記録される。この� �合も半導体記録装置100はシーケンス10の終了 時に、FATを記録した物理ブロックを示すポイ ンタの次の物理ブロックから順番に新ブロッ クを選択し、データを記録する論理ブロック に順番に空き物理ブロックを対応づけていき ながら書き込み、全容量の半分まで記録する 。これによりフラッシュメモリ120は図13に(a)� ��示す状態となる。

 シーケンス12では記録した内部コンテン� �をサーバにアップロードする。次いでシー� �ンス9ではFATを書き込むため、図13に(a)で示� �消去可能ブロックIから記録する物理ブロッ� ��を順次選択する。よって、シーケンス11で� �後に記録されたブロックの次のブロックか� �順次FATが記録される。新たに記録した領域� �物理ブロックは、以前に記録した領域と区� �するため物理ブロックをW3と記す。以前に記 録されていたFATは消去可能ブロックIとなる� �FATの記録後の状態を図13に(b)で示す。論理ブ ロックの記録は、シーケンス9における最終� �録ブロックの次のブロックから順番に割り� �てられ記録される。こうしてシーケンス9~12� ��処理を繰り返す。

 このように、最初に全容量分記録した後� ��、論理フォーマット、即ちFAT部の初期化に� ��え、論物変換テーブルの初期化を行い、半� ��の容量まで記録するタスクを繰り返して行� ��た場合、ファイルシステムで発行されるア� ��レスは全論理アドレスの内半分の論理アド� ��スしか発行されなくても、半導体記録装置� ��第1領域の全物理ブロックに均等に書き込む ことができる。

 尚、上記説明では、論理ブロックに対す� ��物理ブロックの割当ては、直前に記録され� ��ブロックのポインタから順番に消去可能ブ� ��ックを選択する方式で説明したが、消去可� ��なブロック及び消去済みブロックを記録す� ��順番はランダムであっても同様の効果が得� ��れることはいうまでもない。

 また、大容量の半導体記録装置において� ��論物変換テーブルのデータ量が多い場合は� ��論物変換テーブルの初期化も無視できない� ��間を要する。そこで論物変換テーブルをK個 (Kは2以上の自然数)の部分領域に分割しても� �い。そして論理フォーマットを実行すると� �に、論物変換テーブル初期化部が少なくと� �1個の部分領域の論物変換テーブルを初期化� ��、物理ブロックの一部を無効ブロックとす� ��ようにしてもよい。こうすれば論物変換テ� ��ブルの初期化にかかる時間を短縮すること� ��できる。

 このとき、K個の論物変換テーブルのうち 初期化する論物変換テーブルの選択法は、順 番であってもランダムであっても、同様の効 果が得られることはいうまでもない。

 尚前述した実施の形態においては、コマ� ��ド解析部112内に論理フォーマットのコマン� ��が与えられ、論理フォーマットが実行され� ��ことを検出する論理フォーマット検出部113� ��設けている。これに代えて、ホスト機器か� ��論理フォーマットのコマンドを送出した後� ��又はこのコマンドの送出に先立って、論物� ��換テーブルの初期化コマンドをホスト機器� ��ら発行するようにしてもよい。例えばホス� ��機器が論理フォーマットする場合には、FAT� ��ーブルを初期化する直前または直後に論物� ��換テーブル初期化コマンドをホスト機器か� ��発行し、論物変換テーブルの初期化を実施� ��る。この場合には、ホスト機器に論物変換� ��ーブルの初期化コマンドを発行する機能が� ��要となるが、コマンド解析部内に論理フォ� ��マット検出部を設ける必要はなくなる。

 以上、説明したように、本実施の形態の� ��導体記録装置、半導体記録装置システムに� ��れば、全容量を記録した後に、論理フォー� ��ットと一部の記録容量までの記録を繰り返� ��実施した場合、一部の物理ブロックしか更� ��されないため、書き換え回数が一部の物理� ��ロックに集中するという従来の課題を解決� ��ることができる。

 また、特許文献2に示す従来の半導体記録 装置で書き換え回数を求めた場合の書き換え 回数の誤差を大幅に削減できる。さらに、全 ブロックを消去する物理フォーマットと同等 の効果が得られ、実行する時間が長いという 物理フォーマットの課題を解決することがで きる。

 尚この実施の形態では半導体メモリとし� ��フラッシュメモリについて説明しているが� ��本発明は書き換え回数が制限されている種� ��の半導体メモリに適用することができる。