JP2003208352A - 書き込み回数の制限とウエアレベリングを可能にしたフラッシュメモリ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】書き込み回数を制限することができ，ウエアレ
ベリングを可能にするフラッシュメモリを提供する。 【解決手段】本発明は，データ領域とデータ領域に対応
する管理領域とを有する複数のページを有し，更に，当
該複数のページを有し消去単位のメモリブロックを複数
有するフラッシュメモリである。そして，各ページの管
理領域に，データが書き込まれる時に，ページを特定す
るページＩＤが書き込まれるページＩＤ領域と，データ
が更新書き込みされる時に，同じページＩＤの複数のペ
ージのうち当該書き込み対象ページを最新データ書き込
に位置に特定する情報が書き込まれる第１の位置フラグ
領域とを設ける。これにより，更新書き込み時に，更新
元のページへの書き込み動作を行う必要がなくなる。更
に，本発明では，書き込み動作が消去済みの未使用ペー
ジに対して順次行われ，書き込み対象の未使用ページが
なくなると，ガーベージコレクションが行われる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は，半導体不揮発性メ
モリの一つであるフラッシュメモリに関し，特に，書き
込み回数を制限し，ウエアレベリングを可能にしたフラ
ッシュメモリに関する。

【０００２】

【従来の技術】半導体不揮発性メモリは，電源がオフ状
態でも記憶データを保持でき，ハードディスクよりも小
型で，高速読み出し可能なデバイスとして広く普及して
いる。特に，フラッシュメモリは，消去単位を比較的大
きくして，消去時間が長いという半導体不揮発性メモリ
の欠点を抑えている。

【０００３】半導体不揮発性メモリは，ＭＯＳトランジ
スタのゲート電極とチャネル領域との間のゲート酸化膜
内にフローティングゲートを埋め込んだ構成のセルトラ
ンジスタを有する。フラッシュメモリには，このセルト
ランジスタを縦列に接続し，その縦列接続したセグメン
トを選択トランジスタを介してビット線に接続したNAND
型のメモリがある。このNAND型フラッシュメモリは，大
容量であることから，デジタルスチールカメラや携帯電
話のメモリとして広く利用されている。

【０００４】かかるNAND型のフラッシュメモリの特徴点
として，セルトランジスタのフローティングゲートに電
荷を蓄積する書き込み（プログラム）動作の回数が多く
なると，書き込みエラーを発生しやすくなることが知ら
れており，ある消去動作から次の消去動作の間の書き込
み回数を制限したほうが良い。一方で，消去動作では，
消去単位のブロック内全てのセルトランジスタに対し
て，フローティングゲートに一旦電荷を注入し，その後
一斉に消去パルスを印加して，フローティングゲート内
の電荷を引き抜く。従って，読み出し動作や書き込み動
作に比較すると，消去動作は，例えば１秒と長時間を要
する。従って，消去動作の頻度をなるべく低くすること
が好ましい。

【０００５】更に，フラッシュメモリの特徴として，書
き込み（プログラム）動作や消去動作の回数が多くなる
と，フローティングゲート下のトンネル酸化膜が劣化
し，プログラム動作によるオーバープログラム現象が生
じることがある。従って，できるだけ消去回数を減らし
て，かかる問題を最小に抑えることが望まれる。その一
つの解決方法が，ウエアレベリングという考え方であ
り，チップ内のメモリセルアレイ内で，できるだけ均等
に消去動作を行うようにすることが提案されている。

【０００６】図１は，特開平９−９７２１８号公報に提
案されている従来の一つのフラッシュメモリの構成図で
ある。この例では，消去単位であるイレーズブロックEB
LK内に複数のページを有し，各ページPAGE内に，図示し
ないセルトランジスタのアレイを有する。複数のイレー
ズブロックEBLKは，消去回数カウンタ１０をそれぞれ有
し，イレーズブロックを消去するたびに，そのブロック
内の消去回数カウンタ１０をインクリメントする。それ
により，全てのイレーズブロックの消去回数を把握する
ことができ，ガーベージコレクション処理において，消
去回数の少ないイレーズブロックを優先的に整理対象ブ
ロックにして，消去動作を分散させることができる。

【０００７】各ページは，データが記憶されるデータ領
域２０と，管理領域とからなる。管理領域には，ページ
番号１２と，ページが有効に利用されているかを示す使
用中フラグ１４と，ページの利用が終了したことを表す
使用済みフラグ１６と，エラーコレクションコード１８
の領域が設けられる。

【０００８】この従来例によれば，新規書き込み動作で
は，未使用中のページに対して，ページ番号１２に所定
の番号を，使用中フラグ１４にTRUEをそれぞれ書き込
み，データ領域に書き込みデータを書き込む。また，書
き込み済みの特定のページに対して，更新書き込み動
作，即ちデータを書き換える動作では，そのページを消
去せずに，未使用中のページに更新データを書き込み，
使用中フラグ１４をTRUEにし，更に，元のデータが書き
込まれたページに対して使用済みフラグ１６をTRUEにす
る。その結果，同じページ番号を有する複数のページの
うち，使用済みフラグ１６がFALSEのページのデータが
有効な最新データであると，判別することができる。ペ
ージのデータを削除するときは，その使用済みフラグを
TRUEにすれば良いことになる。

【０００９】上記のように更新書き込み動作を繰り返し
たり，また，ページの削除動作を繰り返すうちに，未使
用中のページがなくなってしまう。そのため，新規書き
込み動作や更新書き込み動作ができなくなる。そのよう
な場合は，ガーベージコレクションが行われる。このガ
ーベージコレクションでは，特定のイレーズブロック内
の使用中の全てのページのデータを，未使用中のページ
に書き込み，当該イレーズブロックに対して消去動作を
行い，未使用中ページとする。この調整対象のイレーズ
ブロックの選択が，各ブロック内の消去回数カウンタの
少ないことを基準にして行われる。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記の従来例では，書
き込み命令に対して，データ領域２０にデータを書き込
み，更に，管理領域内のページ番号１２，使用中フラグ
１４，ＥＣＣ１８などに必要な情報を書き込む。更に，
更新書き込み命令が発生すると，更新元のページに対し
て使用済みフラグ１６にTRUEを書き込む必要がある。ま
た，書き込んだ後に削除命令があると，同様に使用済み
フラグ１６にTRUEを書き込む必要がある。しかも，イレ
ーズ動作が終了した時点で，消去回数カウンタ１０への
書き込み動作も行われている。

【００１１】従って，１つのイレーズブロックにおい
て，消去動作から次の消去動作までの間に，（１）消去
回数カウンタへの書き込み，（２）データ領域への書き
込み，（３）管理領域への書き込み，（４）使用済みフ
ラグへの書き込みと，多数の書き込み動作が繰り返され
ることになる。このような書き込み動作回数が多くなる
ことは，特にNAND型のフラッシュメモリにおいては，エ
ラーを招くことになり，好ましくない。

【００１２】更に，イレーズブロック毎に消去回数カウ
ンタを設けて，そこに消去動作毎にカウンタ値をインク
リメントし，ガーベージコレクションを行う時に，消去
回数カウンタを参照して調整対象のイレーズブロックを
選択することは，煩雑であり，ウエアレベリングの方法
として好ましくない。

【００１３】そこで，本発明の目的は，ウエアレベリン
グの管理を簡素化し，消去動作間の書き込み回数をでき
るだけ少なくしたフラッシュメモリを提供することにあ
る。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに，本発明の第１の側面は，データ領域とデータ領域
に対応する管理領域とを有する複数のページを有し，更
に，当該複数のページを有し消去単位のメモリブロック
を複数有するフラッシュメモリである。そして，各ペー
ジの管理領域に，データが書き込まれる時に，ページを
特定するページＩＤが書き込まれるページＩＤ領域と，
前記データが書き込まれる時に，同じページＩＤの複数
のページのうち当該書き込み対象ページを最新データ書
き込に位置に特定する情報が書き込まれる第１の位置フ
ラグ領域とを設ける。

【００１５】上記の第１の側面によれば，更新書き込み
の時に，更新元のページの管理領域に対してなんら情報
の書き込みを必要とせず，更新先のページの管理領域
に，ページＩＤと第１の位置フラグとを書き込めば良
い。従って，更新元のページの管理領域への書き込み動
作を，省略することができ，消去動作の間の書き込み回
数を減らすことができる。

【００１６】上記の目的を達成するために，本発明の第
２の側面は，データ領域とデータ領域に対応する管理領
域とを有する複数のページを有し，更に，当該複数のペ
ージを有し消去単位のメモリブロックを複数有するフラ
ッシュメモリである。そして，各ページ領域に，データ
が書き込まれる時に，当該書き込み対象ページを最終書
き込み位置に特定する情報が書き込まれる第２の位置フ
ラグ領域を設ける。この第２の位置フラグ領域の情報に
従って，データの書き込み動作が前記複数のページに対
してシリアルな順番で行われる。

【００１７】更に，転送用メモリブロック以外のメモリ
ブロックへのデータ書き込み動作が終了した時点で，ガ
ーベージコレクションが行われ，その時，最も早く書き
込みが行われた有効ページを有する整理対象メモリブロ
ック内の有効データを，前記転送用メモリブロックに書
き込み，当該整理対象メモリブロックを消去するガーベ
ージコレクションが行われる。

【００１８】上記の第２の側面では，消去単位のメモリ
ブロックに対して，順番にシリアルにデータ書き込みを
行い，更に，順番に消去動作を行うことができる。従っ
て，各メモリブロックに消去回数カウンタを設けること
なく，複数のメモリブロックへの消去動作を均等に分散
させることができる。

【００１９】

【発明の実施の形態】以下，図面を参照して本発明の実
施の形態例を説明する。しかしながら，本発明の保護範
囲は，以下の実施の形態例に限定されるものではなく，
特許請求の範囲に記載された発明とその均等物にまで及
ぶものである。

【００２０】図２は，本実施の形態におけるフラッシュ
メモリの全体構成図である。フラッシュメモリには，外
部からのコマンドCMDを入力して，内部の書き込み（プ
ログラム），読み出し，消去，を制御するコントローラ
３０と，データを記憶するメモリセルアレイ３２と，メ
モリセルアレイ３２へのデータ書き込みや読み出しを行
うページバッファＰＢとを有する。外部から供給される
書き込みデータDATAは，一旦ページバッファＰＢ内に格
納され，外部から供給されたアドレスADDに対応するペ
ージ領域に，そのデータが書き込まれる。

【００２１】メモリセルアレイ３２は，複数の消去単位
のメモリブロック（イレーズブロック）EBLKに分割さ
れ，更に，各メモリブロックEBLK内は，複数のページ領
域PAGEに分割されている。各ページ領域に対して，デー
タを保持するデータ領域とそのページを管理する管理領
域とが設けられる。

【００２２】図３は，NAND型のフラッシュメモリのメモ
リセルアレイの構成図である。メモリセルアレイ内に
は，複数のビット線BL0,BL1と，各ビット線に接続され
た複数のセグメントSGと，各セグメント内に設けられた
複数のメモリセルMCと，それに接続される複数のワード
線WLとが設けられる。

【００２３】セグメントSGには，複数（図中では１６
個）のメモリセルMCが縦列に接続され，その一方が第１
のセグメントゲートSGG10,SGG11,SGG12を介してビット
線BLに接続され，その他方が第２のセグメントゲートSG
G20,SGG21,SGG22を介してセル内ソース電圧ARRVSSに接
続される。

【００２４】そして，リード動作では，例えば，セグメ
ント選択信号SG10,SG20がＨレベルに制御され，第１及
び第２のセグメントゲートSGG10,SGG20が導通し，１６
個のメモリセルからなるセグメントSGが，ビット線BLと
セル内ソース電圧ARRVSSとの間に接続される。１６個の
メモリセルMCに接続される１６本のワード線のうち，１
５本の非選択ワード線には高い電圧が印加され，１本の
選択ワード線にはデータ「０」と「１」に対応する閾値
電圧の中間の電圧が印加される。一例では，非選択ワー
ド線は４Ｖまたはそれより低い電圧，選択ワード線は０
Ｖである。

【００２５】その結果，セグメント内の１６個のメモリ
セルのうち，１５個の非選択メモリセルは全て導通状態
になり，１個の選択メモリセルのみは，記憶データに応
じて導通または非導通になる。それに伴い，ビット線BL
に電流が流れるか流れないかの状態が生成される。各ビ
ット線BL0,BL1に接続されたページバッファPBは，その
ビット線電流の有無を検出し，読み出しデータをラッチ
する。

【００２６】また，書き込み（プログラム）動作時に
は，同様にセグメントSGがビット線BLとセル内ソース線
ARRVSSに接続され，ビット線BLと選択ワード線が高い電
位に制御される。それにより，選択されたメモリセルの
ドレインからトンネル現象によりチャージ（電子）がフ
ローティングゲート内に注入される。これに伴い，その
メモリセルの閾値電圧は正電圧になる。

【００２７】一方，消去動作時には，全てのメモリセル
がプログラム状態にされた後，全てのセグメントがビッ
ト線BLとセル内ソース線ARRVSSに接続され，ビット線BL
がフローティング状態，全ワード線が負電圧，セル内ソ
ース電圧ARRVSSが高い電圧にそれぞれ制御される。その
結果，全てのメモリセルにおいて，フローティングゲー
ト内のチャージがソースに引き抜かれ，全てのメモリセ
ルの閾値電圧は負電圧になる。

【００２８】図４は，本実施の形態におけるフラッシュ
メモリの詳細構成図である。消去単位であるメモリブロ
ックEBLKは，複数のページPAGEに分割されている。図４
の例では，簡単のために，メモリブロックEBLKが４つの
ページPAGEに分割されている。

【００２９】各ページPAGEには，データを保持するデー
タ領域２０とそのページ領域を管理するための管理領域
１１とが設けられる。データ領域２０は，例えば２５６
バイトの容量を有する。管理領域１１は，必ずしもデー
タ領域２０に物理的に隣接して設けられる必要はなく，
全てのページ領域のデータ領域２０と管理領域１１とが
物理的に離れて設けられていても良い。

【００３０】また，各ページPAGEには，物理アドレスが
割り当てられていて，全てのページを物理的に区別する
ことができる。

【００３１】各ページ領域の管理領域１１は，ページを
特定するためのページＩＤとが書き込まれるページ識別
子PIDと，同じページＩＤを有する複数のページのう
ち，最新のデータが書き込まれた位置を特定するページ
最新書込位置フラグ（第１の位置フラグ）Ｆ１と，全ペ
ージのうち，最後にデータが書き込まれた位置を特定す
る最終書込位置フラグ（第２の位置フラグ）Ｆ２とを有
する。このページ識別子PIDは，ページPAGEの論理アド
レスに該当する。更に，管理領域１１は，データ領域２
０に書き込まれたデータの誤り訂正コードを書き込むEC
C領域と，記憶データにエラーが発生した時にそのペー
ジが属するメモリブロックを不良ブロックと特定する不
良ブロック情報領域DBLとを有する。

【００３２】このようなフラッシュメモリ構成におい
て，書き込み動作とガーベージコレクション動作とを以
下に説明する。

【００３３】［書き込み動作］図５は，ページへの書き
込み動作のフローチャート図である。また，図６は，ペ
ージへの書き込み動作を説明する図である。データの書
き込み命令が発生すると，コントローラ３０は，書き込
み対象のページのデータ領域１０に，データの書き込み
（プログラム）を行う（S10）。後述するとおり，書き
込み対象のページは，常に消去済みの未使用のページで
あるので，データ領域１０内のメモリセルにプログラム
動作を行うことで書き込みを行うことができる。図６に
示されるとおり，これがページに対する１回目の書き込
み動作である。

【００３４】プログラム動作には，プログラムベリファ
イが含まれ，それにより正常に書き込みが完了したか否
かが確認される（S12）。正常に書き込み動作が終了す
れば，次に，管理領域１１内のページ識別子PID，ペー
ジ最新書込位置フラグＦ１，最終書込位置フラグＦ２，
及びECC領域への書き込みが行われる（S14）。これが，
ページに対する２回目の書き込み動作である。

【００３５】ページ識別子PIDは，ページに割り当てら
れる論理アドレスであり，後述するとおり，更新書き込
みの結果，複数のページに対して同じページ識別子が与
えられる場合がある。また，ページ最新書込位置フラグ
Ｆ１は，例えば，同じページ識別子を有する複数のペー
ジに対して，順次デクリメントされる（または順次イン
クリメントされる）カウント値であり，その位置フラグ
Ｆ１を参照することで，同じページ識別子PIDを有する
複数のページのうち，どれが最新のデータを書き込まれ
た有効ページであるかを識別することができる。

【００３６】更に，最終書き込み位置フラグＦ２は，全
てのページに対して，書き込みが行われるたびに，順次
デクリメントされる（または順次インクリメントされ
る）カウント値である。従って，その位置フラグＦ２を
参照することで，最後に書き込まれたページの位置を検
出することができ，この位置フラグＦ２により，データ
の書き込み動作を複数のページに対してシリアルな順番
で行うことができる。

【００３７】ECCは，データ領域１０に書き込んだデー
タから，所定のエラー訂正アルゴリズムに従って生成さ
れるエラー訂正コードである。このエラー訂正コードに
より，記憶データに誤りがあったか否かを検出すること
ができ，そのエラーを訂正することができる。そして，
通常，一旦エラーが発生すると，そのページの不良ブロ
ック情報DBLがTRUEにされ，その後，その不良ページが
属するメモリブロックの使用が禁止される。

【００３８】データ領域１０への正常書き込みが行われ
ない場合は，不良ブロック情報DBLにTRUEが書き込まれ
る（S15）。これも，２回目の書き込み動作である。ま
た，管理領域１１への書き込みが正常に行われない場合
も（S16），不良ブロック情報DBLにTRUEが書き込まれる
（S18）。これは，３回目の書き込み動作に該当する。
更に，データ領域と管理領域への書き込みが正常に行わ
れた後であっても，その後の読み出し動作でエラーの発
生が検出されると，上記の通り，不良ブロック情報DBL
にTRUEが書き込まれる。これも３回目の書き込み動作に
該当する。

【００３９】データ領域１０に書き込まれたデータを更
新する更新書き込み命令があると（S20），フラッシュ
メモリは，元のページにその更新データを再度書き込む
のではなく，別の消去済みのページ（未使用ページ）に
更新データを書き込む。フラッシュメモリでは，更新デ
ータを再書き込みするためには，元のページを一旦消去
することが必要である。しかし，消去動作は，長時間を
要するので，更新書き込みのたびに元のページの消去を
行うことは効率的ではない。従って，元のページの記憶
状態をそのままにしたまま，消去済みの新たなページ
に，更新データを書き込むことが行われる。

【００４０】その場合，消去済みの別のページに対し
て，更新データが書き込まれると共に，管理領域１１に
は，同じページ識別子PIDが書き込まれ，ページ最新書
込位置フラグＦ１には，デクリメントされたカウント値
が書き込まれる（S22）。その結果，同じページ識別子P
IDを有する複数のページが存在することになるが，ペー
ジ最新書込フラグＦ１を参照することで，どのページが
有効なデータを記憶しているかを識別することができ
る。こうすることにより，元のページの管理領域への書
き込み動作を行うことなく，更新書き込みを行うことが
できる。

【００４１】更に，そのページのデータを削除する削除
命令があると（S24），管理領域１１内のページ最新書
込位置フラグＦ１に，削除済みを示すカウント値，例え
ば全て０のカウント値，が書き込まれる（S26）。これ
は，３回目の書き込みに該当する。削除命令に応答し
て，対応するページのデータ領域が消去されることはな
い。また，削除命令は，書き込み命令の一つであるが，
削除の場合は，更新書き込みと異なり，新たに同じ識別
子を有し且つデクリメントされたページ最新書込位置フ
ラグＦ１を有するページが追加されない。従って，削除
命令の場合は，同じページ識別子のページに対して，そ
のページ最新書込位置フラグＦ１に全て０のカウント値
を書き込んで，そのページのデータが無効になったこと
をしるす必要がある。または，有効なデータを有するペ
ージに対してのみ，そのページ最新書込位置フラグＦ１
に全て０のカウント値を書き込んでも良い。

【００４２】図７，８は，更に書き込み動作を説明する
ための図である。ここでは，各メモリブロックEBLKに４
つのページが含まれ，更に，全体で４つのメモリブロッ
クEBLK0-3がある。そして，最初の状態では，全てのペ
ージが消去状態である。また，図７において，実線は，
書込対象ページの推移を示し，破線は，更新書込に対す
る同じページ識別子PIDのページの推移を示す。

【００４３】図７には，新規書き込み済みの状態S30が
示されている。最初の新規書込動作により，メモリブロ
ックEBLK0の最上位のページにデータが書き込まれ，ペ
ージ識別子PID＝０，ページ最新書込位置フラグF1に「0
xFFFE」が，最終書込位置フラグF2に「0xFFFE」がそれ
ぞれ書き込まれている。尚，消去状態では，これらの識
別子やフラグには，デフォルト値として最大カウント値
「0xFFFF」が書き込まれている。従って，新たにそのペ
ージへの書込が行われると，位置フラグＦ１，Ｆ２に
は，そのデフォルト値をデクリメントしたカウント値が
書き込まれる。

【００４４】次の新規書込動作が発生すると，同じメモ
リブロックEBLK内の次の位置のページにデータが書き込
まれ，ページ識別子PID＝１，ページ最新書込位置フラ
グF1に「0xFFFE」が，最終書込位置フラグF2に「0xFFF
D」がそれぞれ書き込まれる。ページ識別子PID＝１とし
ては，最初の書込であるので，そのページ最新書込位置
フラグF1には，デフォルトの最高カウント値からデクリ
メントした「0xFFFE」が書き込まれる。一方，書き込ま
れる対象ページとしては，２番目であるので，最終書込
位置フラグF2には，デクリメントされた「0xFFFD」が書
き込まれる。

【００４５】同様にして，その後の２つの新規書込動作
により，メモリブロックEBLK内の残りの２つのページに
は，PID＝２，F1＝0xFFFE，F2＝0xFFFCと，PID＝３，F1
＝0xFFFE，F2＝0xFFFBとが書き込まれる。

【００４６】この状態では，メモリブロックEBLKの４番
目のページの最終書込位置フラグF2が最も小さいカウン
ト値であるので，次の書き込みを，そのページの次のペ
ージに対して行うことができる。このように，最終書込
位置フラグＦ２として，順次デクリメントしたカウント
値を書き込むことで，全てのページへの書き込みを，シ
リアルな順番で行っていくことができる。

【００４７】次に，図７には，更新書き込みされた状態
S31が示される。新規書込状態S30から，ページ識別子PI
D＝０に対して，２回の更新書込が発生した後の状態S31
に示される。ページ識別子PID＝０に対して１回目の更
新書込が発生すると，メモリブロックEBLK1の最初のペ
ージに対して，更新後のデータが書き込まれ，その管理
領域に，PID＝０，F1＝0xFFFD，F2＝0xFFFAが書き込ま
れる。つまり，同じページ識別子PID=0を有するページ
が複数になるので，最新のデータが書き込まれた位置で
あることを示すために，ページ最新書込位置フラグＦ１
に，更新元のページの位置フラグF1＝0xFFFEからデクリ
メントしたF1＝0xFFFDが書き込まれる。更に，ページ識
別子PIDにかかわらず最終書込位置を示すために，最終
書込位置フラグＦ２に，４番目の新規書込対象ページの
位置フラグF2＝0xFFFBからデクリメントしたF2＝0xFFFA
が書き込まれる。

【００４８】更に，ページ識別子PID＝０に対して２回
目の更新書き込みが発生すると，メモリブロックEBLKの
２番目のページに対して，更新後のデータが書き込ま
れ，その管理領域に，PID＝０，F1＝0xFFFC，F2＝0xFFF
9が書き込まれる。１回目と同様に，両位置フラグＦ
１，Ｆ２は共にデクリメントされている。

【００４９】このように更新書込が発生すると，同じペ
ージ識別子PIDを有する複数のページが発生する。しか
し，ページ最新書込位置フラグＦ１が最も小さいカウン
ト値を有するページが，最新のデータを保持している有
効ページであると判別することができ，ページ識別子PI
D＝０に対する読み出し動作では，その最新のデータを
保持している有効ページを判別して，有効データを読み
出すことが可能である。そして，図７中に示されるとお
り，網掛けした２つのページが無効データが書き込まれ
た無効ページ状態になる。

【００５０】図８には，削除動作後の状態S32が示され
る。図７の更新書込後の状態S31から，ページ識別子PID
＝０を削除する命令が発生すると，ページ識別しPID=0
を有する全てのページのページ最新書込位置フラグＦ１
に対して，削除状態を示す最小カウント値「0x0000」が
書き込まれる。その結果，３つのページが無効データ保
持状態（網掛けしたページ）になり，３つのページが有
効データ保持状態になる。また，１０個のページは未だ
消去状態である（図中PAGE）。

【００５１】以上のとおり，ページ最新書込位置フラグ
Ｆ１を利用することで，更新書き込みの時に，更新元の
ページに対して何らかの書込動作を行う必要がなくな
る。また，その位置フラグＦ１により，削除されたペー
ジの判別も可能になる。

【００５２】なお，不良が発生すると，不良ブロック情
報DBLにTRUEが書き込まれるが，その後，そのページが
属するメモリブロック内において，有効データを有する
ページのデータが，他のメモリブロック内のページにコ
ピーされる。このデータのコピーは，上記の更新書き込
み動作と同じである。そして，有効データがコピーされ
た後，不良ブロック情報DBLがTRUEになっているメモリ
ブロックの使用は，禁止される。

【００５３】［ガーベージコレクション］本実施の形態
では，新規書き込み動作，更新書き込み動作のたびに，
新たに消去状態の未使用ページにデータの書き込みを行
う。このデータ書き込みは，未使用ページに対してシリ
アルな順番で行われる。そして，更新書き込み動作のた
びに，または削除動作のたびに，無効データを保持する
無効ページが発生する。やがて，消去状態の未使用ペー
ジの数に限りがでてくると，無効データを保持する無効
ページを整理して，新たに消去状態の未使用ページを確
保する必要がある。この処理がガーベージコレクション
である。

【００５４】ガーベージコレクションは，あらかじめ決
められた転送用メモリブロック以外の全てのメモリブロ
ックへのデータ書き込みが完了した時点で，行われる。
本実施の形態では，書き込みが未使用ページに対してシ
リアルな順番で行われるので，ガーベージコレクション
が発生する頻度を低く抑えることができる。

【００５５】ガーベージコレクションでは，有効データ
を記憶し最も早く書き込みが行われたページのメモリブ
ロックが整理対象ブロックになる。この最も早く書き込
みが行われたページは，書込順が記憶された最終書込位
置フラグＦ２を参照することで，見つけることができ
る。また，有効データを記憶する有効ページは，第１の
位置フラグＦ１により検出可能である。そして，整理対
象ブロック内の有効データが，転送用メモリブロックに
コピーされる。このコピー動作は，更新書込動作と同じ
である。整理対象ブロック内の全ての有効データの退避
が終了すると，整理対象ブロックを消去する。複数の整
理対象ブロックが消去された場合は，最後に消去された
メモリブロックが，その後の転送用メモリブロックに指
定される。

【００５６】図９は，ガーベージコレクションの動作フ
ローチャート図である。また，図１０〜１３は，ガーベ
ージコレクションを説明するための図である。この図に
おいても，実線は，書き込み対象ページの推移を示し，
破線は，更新書き込みのデータの推移を示す。

【００５７】図１０のガーベージコレクション前の状態
S60では，新規書き込みと更新書き込み及び削除を適宜
繰り返した結果，転送用メモリブロックEBLK3を除く全
てのメモリブロックへのデータ書き込みが終了してい
る。新規書き込み，更新書き込み，削除の動作は，前述
した通りであり，図中の実線と破線，及び各ページのペ
ージ識別子PIDと位置フラグＦ１，Ｆ２を参照すること
で，その動作を理解することができる。消去状態のメモ
リブロックが転送用ブロックT-BLKのみとなると，ガー
ベージコレクションが必要になる。

【００５８】図９に示されるとおり，転送用のメモリブ
ロックがあらかじめ指定されている（S40）。最初の状
態では，メモリブロックEBLK3が転送用メモリブロックT
-BLKとして指定されている。そして，整理対象ブロック
が転送元ブロックとして指定される(S42）。最も早く書
き込みが行われた有効ページは，ページ識別子PID=1の
ページであるので，そのページが属するメモリブロック
EBLK0が整理対象ブロックになる。

【００５９】そこで，図１０の状態S61にように，有効
ページPID=1,2の有効データが，転送先ブロックEBLK3に
コピーされる。このコピー動作は，更新書き込み動作と
同じであり，例えば，有効ページPID=1のデータが転送
先ブロックEBLK3の最初のページに書き込まれ（S46），
その後，同ページに管理領域のページ識別子PIDにPID=1
が，ページ最新書込位置フラグＦ１に「0xFFFD」が，最
終書込位置フラグＦ２に「0xFFF2」がそれぞれ書き込ま
れる（S48）。この状態では，ページ識別子PID=1のペー
ジが複数存在するが，位置フラグＦ１によりいずれが有
効ページかを判別することができる。同様の方法で，ペ
ージ識別子PID=2のページのデータも転送用ブロックEBL
K3の次のページ内にコピーされる。

【００６０】調整用ブロックである転送元ブロックEBLK
0に有効ページが存在しなくなれば，転送元ブロックEBL
K0が消去される（S50，S52）。この消去動作は，転送元
ブロック内の全てのページに対して一斉に行われる。従
って，消去時間が長くても，複数ページが消去対象ペー
ジになるので，消去の効率を高めることができる。図１
１の状態S62が，整理対象ブロックEBLK0の消去動作が終
了した状態である。

【００６１】更に，次のメモリブロックEBLK1が整理対
象ブロック（転送元ブロック）に指定される（S42）。
このブロック内には，ページ識別子PID=3,4が有効ペー
ジとして存在する。従って，これらのページに対して
も，転送用メモリブロックEBLK3へのデータのコピーが
行われる。データのコピーは，最も先に（早く）書き込
みが行われた有効ページから行われる。従って，最終書
込位置フラグＦ２を参照して，ページ識別子PID=4のペ
ージが先にコピーされる。コピー動作は，前述した通り
である。その後，ページ識別子PID=3の有効ページのデ
ータがコピーされる。その結果，図１１の状態S63に示
されるとおり，整理対象ブロックEBLK1内は，全て無効
ページとなる。そこで，図１２の状態S64に示されると
おり，整理対象ブロックEBLK1が消去される。

【００６２】この状態S64の時点で，更にガーベージコ
レクション対象のメモリブロックは，EBLK2となる。従
って，このメモリブロックEBLK2が調整対象ブロック，
つまり転送元ブロックになる（S56）。そして，転送先
ブロックEBLK3内の消去済みブロックがなくなっている
ので（S44），消去した最も古いメモリブロックEBLK0が
転送先ブロックに一時的に指定される（S58）。

【００６３】そして，図１２の状態S65に示されるとお
り，転送元ブロックEBLK2内のページ識別子PID=5,6のペ
ージのデータが，それぞれ転送先ブロックEBLK0の消去
済みページにそれぞれコピーされる（S46,S48）。この
状態で，転送元ブロックEBLK2は全てのページが無効ペ
ージとなり，図１３の状態S66のとおり，そのメモリブ
ロックEBLK2が消去される。

【００６４】最後に，消去したメモリブロックのうち，
最新の消去ブロック（最後に消去したメモリブロック）
を転送用メモリブロックにして（S59），ガーベージコ
レクションが終了する。その結果，メモリブロックEBLK
2が転送用ブロックT-BLKに指定される。

【００６５】以上のとおり，書き込み動作は，メモリ領
域内の複数の消去済みページの中から，消去単位のメモ
リブロックにかかわらず，シリアルな順番で行われる。
そして，転送用ブロックを残して全ての書き込み対象ブ
ロックで書き込みが行われた時に，ガーベージコレクシ
ョンが実行される。ガーベージコレクションでは，最も
古く書き込まれた有効ページのメモリブロックが調整対
象ブロックになり，そのブロック内の有効ページのデー
タが，転送用ブロックにコピーされる。このコピー動作
の結果，元の有効ページは無効ページになる。そして，
調整対象ブロック内の有効ページのデータが全てコピー
された段階で，そのブロックが消去される。転送用ブロ
ック内に未使用ページがなくなると，コピー先のメモリ
ブロックは，最も古い消去ブロック（最初に消去された
ブロック）に移る。こうして，転送先ブロックが順次確
保される。そして，全ての有効ページのコピーが終了し
て，消去も終了すると，最も新しく消去されたメモリブ
ロックが転送用ブロックに指定され，新たな書き込み動
作が開始される。

【００６６】従って，各メモリブロックが消去回数カウ
ンタを持たなくても，消去回数を平均化することがで
き，ウエアレベリングを可能にする。尚，上記のガーベ
ージコレクションは，必ずしも転送用ブロック以外の消
去済みブロックへの書き込みが完了した時点で行う必要
はなく，消去済みページが一定のレベルに達した時点
で，行ってもよい。上記一定のレベルを制御すること
で，ガーベージコレクションの頻度と一回当たりの所用
時間とを制御することができる。

【００６７】図１３のメモリブロックEMBL2が消去され
た状態では，メモリ内は，有効ページと消去済みページ
のみから構成される。その後は，前述したように，新規
書き込み，更新書き込みを含む書き込み動作が，消去済
みの未使用ページに対してシリアルな順番で実行され
る。

【００６８】以上，実施の形態例をまとめると以下の付
記の通りである。

【００６９】（付記１）データ領域とデータ領域に対応
する管理領域とを有する複数のページを有し，当該複数
のページを有し消去単位のメモリブロックを複数有する
フラッシュメモリにおいて，データ書き込みが，消去済
みのページに対して行われ，各ページの前記管理領域
は，データが書き込まれる時に，ページを特定するペー
ジＩＤが書き込まれるページＩＤ領域と，前記データが
書き込まれる時に，同じページＩＤの複数のページのう
ち，当該書き込み対象ページを最新データ書き込み位置
に特定する情報が書き込まれる第１の位置フラグ領域と
を有することを特徴とするフラッシュメモリ。

【００７０】（付記２）付記１において，前記第１の位
置フラグ領域には，消去状態で所定のカウント値が書き
込まれ，同じページＩＤを有するページに更新書き込み
が行われるたびに，当該カウント値をデクリメント又は
インクリメントしたカウント値が書き込まれることを特
徴とするフラッシュメモリ。

【００７１】（付記３）付記２において，所定のページ
ＩＤのページにおけるデータを読み出す時，前記第１の
位置フラグ領域のカウント値が最も小さい又は最も大き
いページのデータが有効データとして読み出されること
を特徴とするフラッシュメモリ。

【００７２】（付記４）付記１において，所定のページ
ＩＤのページ内のデータを削除する時，当該ページＩＤ
を持つページの前記第１の位置フラグ領域に，削除状態
を示す情報が書き込まれることを特徴とするフラッシュ
メモリ。

【００７３】（付記５）付記１において，更に，前記管
理領域は，データが書き込まれる時に，当該書き込み対
象ページを最終書き込み位置に特定する情報が書き込ま
れる第２の位置フラグ領域を有し，データの書き込み動
作が前記複数の消去済みページに対してシリアルな順番
で行われることを特徴とするフラッシュメモリ。

【００７４】（付記６）データ領域とデータ領域に対応
する管理領域とを有する複数のページを有し，当該複数
のページを有し消去単位のメモリブロックを複数有する
フラッシュメモリにおいて，各ページの前記管理領域
は，データが書き込まれる時に，当該書き込み対象ペー
ジを最終書き込み位置に特定する情報が書き込まれる第
２の位置フラグ領域を有し，前記第２の位置フラグ領域
内の情報に従って，データの書き込み動作が，前記複数
の消去済みページに対してシリアルな順番で行われ，転
送用メモリブロック以外のメモリブロックへのデータ書
き込み動作が終了した時点で，ガーベージコレクション
が行われ，前記ガーベージコレクションでは，最も早く
書き込みが行われた有効ページを有する整理対象メモリ
ブロック内の有効データを，前記転送用メモリブロック
に書き込み，その後当該整理対象メモリブロックを消去
し，最後に消去された未使用メモリブロックを新たな転
送用メモリブロックに指定することを特徴とするフラッ
シュメモリ。

【００７５】（付記７）付記６において，前記第２の位
置フラグ領域には，消去状態で所定のカウント値が書き
込まれ，新たに書き込みが行われるたびに，当該カウン
ト値をデクリメント又はインクリメントしたカウント値
が書き込まれることを特徴とするフラッシュメモリ。

【００７６】（付記８）付記６において，前記管理領域
は，データが書き込まれる時に，ページを特定するペー
ジＩＤが書き込まれるページＩＤ領域と，前記データが
書き込まれる時に，同じページＩＤの複数のページのう
ち当該書き込み対象ページを最新データ書き込み位置に
特定する情報が書き込まれる第１の位置フラグ領域とを
有することを特徴とするフラッシュメモリ。

【００７７】（付記９）付記８において，既に書き込ま
れたデータが更新書き込みされる時，更新元のページの
第１の位置フラグ領域とは異なる情報が，更新先のペー
ジの第１の位置フラグ領域に書き込まれ，その結果，前
記更新元のページが無効ページ，更新先のページが有効
ページになることを特徴とするフラッシュメモリ。

【００７８】（付記１０）付記６において，前記ガーベ
ージコレクションは，有効データを記憶するページを有
する全てのメモリブロックに対して，行われることを特
徴とするフラッシュメモリ。

【００７９】（付記１１）データ領域とデータ領域に対
応する管理領域とを有する複数のページを有し，当該複
数のページを有し消去単位のメモリブロックを複数有す
るフラッシュメモリにおいて，前記管理領域は，（１）
データが書き込まれる時に，ページを特定するページＩ
Ｄが書き込まれるページＩＤ領域と，（２）前記データ
が更新書き込みされる時に，同じページＩＤの複数のペ
ージのうち当該書き込み対象ページを最新データ書き込
み位置に特定する情報が書き込まれる第１の位置フラグ
領域と，（３）データが書き込まれる時に，当該書き込
み対象ページを最終書き込み位置に特定する情報が書き
込まれる第２の位置フラグ領域とを有し，データ書き込
みは，前記第２の位置フラグ領域に従って，消去済みペ
ージに順次行われ，書き込み対象である消去済みページ
が一定レベル以下に達した時点で，ガーベージコレクシ
ョンが行われ，当該ガーベージコレクションでは，前記
第１及び第２の位置フラグ領域の情報に従って，有効デ
ータを有し最も早く書き込みが行われたページを有する
整理対象メモリブロック内の有効データを，転送用メモ
リブロックに書き込み，その後当該整理対象メモリブロ
ックを消去することを特徴とするフラッシュメモリ。

【００８０】

【発明の効果】以上，本発明によれば，消去動作と消去
動作の間の書き込み回数を少なくすることができる。ま
た，消去回数カウンタを設けることなく，ウエアレベリ
ングを実現することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来の一つのフラッシュメモリの構成図であ
る。

【図２】本実施の形態におけるフラッシュメモリの全体
構成図である。

【図３】NAND型のフラッシュメモリのメモリセルアレイ
の構成図である。

【図４】本実施の形態におけるフラッシュメモリの詳細
構成図である。

【図５】ページへの書き込み動作のフローチャート図で
ある。

【図６】ページへの書き込み動作を説明する図である。

【図７】書き込み動作を説明するための図である。

【図８】書き込み動作を説明するための図である。

【図９】ガーベージコレクションの動作フローチャート
図である。

【図１０】ガーベージコレクションを説明するための図
である。

【図１１】ガーベージコレクションを説明するための図
である。

【図１２】ガーベージコレクションを説明するための図
である。

【図１３】ガーベージコレクションを説明するための図
である。

【符号の説明】

EBLK 消去単位のメモリブロック T-BLK 転送用メモリブロック PAGE ページ PID ページ識別子，ページＩＤ Ｆ１ 第１の位置フラグ，ページ最新書込位置フラ
グ Ｆ２ 第２の位置フラグ，最終書込位置フラグ ECC 誤り訂正コード領域 DBL 不良ブロック情報 １１ 管理領域 ２０ データ領域

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁷ 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｃ 17/00 ６０１Ｂ (72)発明者 中島 勇 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 Ｆターム(参考） 5B025 AA01 AD04 AD08 AE01 AE05 5B060 AA10

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データ領域とデータ領域に対応する管理領
   域とを有する複数のページを有し，当該複数のページを
   有し消去単位のメモリブロックを複数有するフラッシュ
   メモリにおいて，データ書き込みが，消去済みのページ
   に対して行われ，各ページの前記管理領域は，データが
   書き込まれる時に，ページを特定するページＩＤが書き
   込まれるページＩＤ領域と，前記データが書き込まれる
   時に，同じページＩＤの複数のページのうち，当該書き
   込み対象ページを最新データ書き込み位置に特定する情
   報が書き込まれる第１の位置フラグ領域とを有すること
   を特徴とするフラッシュメモリ。
2. 【請求項２】請求項１において，前記第１の位置フラグ
   領域には，消去状態で所定のカウント値が書き込まれ，
   同じページＩＤを有するページに更新書き込みが行われ
   るたびに，当該カウント値をデクリメント又はインクリ
   メントしたカウント値が書き込まれることを特徴とする
   フラッシュメモリ。
3. 【請求項３】データ領域とデータ領域に対応する管理領
   域とを有する複数のページを有し，当該複数のページを
   有し消去単位のメモリブロックを複数有するフラッシュ
   メモリにおいて，各ページの前記管理領域は，データが
   書き込まれる時に，当該書き込み対象ページを最終書き
   込み位置に特定する情報が書き込まれる第２の位置フラ
   グ領域を有し，前記第２の位置フラグ領域内の情報に従
   って，データの書き込み動作が，前記複数の消去済みペ
   ージに対してシリアルな順番で行われ，転送用メモリブ
   ロック以外のメモリブロックへのデータ書き込み動作が
   終了した時点で，ガーベージコレクションが行われ，前
   記ガーベージコレクションでは，最も早く書き込みが行
   われた有効ページを有する整理対象メモリブロック内の
   有効データを，前記転送用メモリブロックに書き込み，
   その後当該整理対象メモリブロックを消去し，最後に消
   去された未使用メモリブロックを新たな転送用メモリブ
   ロックに指定することを特徴とするフラッシュメモリ。
4. 【請求項４】付記３において，前記第２の位置フラグ領
   域には，消去状態で所定のカウント値が書き込まれ，新
   たに書き込みが行われるたびに，当該カウント値をデク
   リメント又はインクリメントしたカウント値が書き込ま
   れることを特徴とするフラッシュメモリ。
5. 【請求項５】請求項３において，前記管理領域は，デー
   タが書き込まれる時に，ページを特定するページＩＤが
   書き込まれるページＩＤ領域と，前記データが書き込ま
   れる時に，同じページＩＤの複数のページのうち当該書
   き込み対象ページを最新データ書き込み位置に特定する
   情報が書き込まれる第１の位置フラグ領域とを有するこ
   とを特徴とするフラッシュメモリ。