(第1の実施の形態)
 図2は、本発明の第1の実施の形態における� �揮発性記憶システムを示したブロック図で� �る。図2において、不揮発性記憶システムは� ��不揮発性記憶モジュール100Aとアクセスモジ ュール200Aとから構成される。アクセスモジ� �ール200Aは、寿命情報表示部201を含む。不揮� ��性記憶モジュール100Aは、不揮発性メモリ110 とメモリコントローラ120Aを含む。メモリコ� �トローラ120Aはホストインターフェイス(ホス トIF)121、バッファ122、メモリインターフェイ ス(メモリIF)123、CPU部124、アドレス管理部125� �記録状態判定部126、読み書き制御部127、寿� �判定部128を含む。

 不揮発性メモリ110はフラッシュメモリで� ��り、P個の物理ブロックを有する。物理ブロ ックは消去単位であり、P個の物理ブロック� �全てデータ記録のために使用されるものと� �る。物理ブロックは書き込み単位であり、� �数のページから成り立っている。一方アク� �スモジュール200Aが利用可能な論理空間はL個 の論理ブロックから構成されるものとする。 LはPより小さい整数とする。(P-L)個の物理ブ� �ックはスペア領域及び管理領域として使用� �れる。スペア領域は、書き換え時のワーク� �域として使用されたり、不良ブロックの代� �領域として使用される。また管理領域は、� �理領域管理テーブル131や論物変換テーブル13 2を記憶する領域とする。

 ホストインターフェイス(ホストIF)121は外 部バスを介してアクセスモジュール200Aに接� �されており、アクセスモジュール200Aからデ� ��タの書き込みコマンドや読み出しコマンド� ��論理アドレス及びデータを受信したり、デ� ��タの読み出しにおいてはデータをアクセス� ��ジュール200Aに送信するブロックである。

 メモリインターフェイス(メモリIF)123は、 メモリバスを介して不揮発性メモリ110に接続 され、読み書き制御部127の指示により、バッ ファ122に一時記憶されたデータを不揮発性メ モリ110に書き込んだり、不揮発性メモリ110に 記憶されたデータをバッファ122に読み出すも のである。更に、読み書き制御部127の指示に より、不揮発性メモリ110内の2つの物理ブロ� �ク間でデータのスワップを行うものである� �

 CPU部124は、メモリコントローラ120Aの全体 を制御するものである。

 アドレス管理部125は、読み書き制御部127� ��指示によりアクセスモジュール200Aから受信 した論理アドレスに基づいて不揮発性メモリ 110の物理アドレスを生成するものである。ア ドレス管理部125は、後述する物理領域管理テ ーブル131(図面においてPMTと表記)と論物変換� ��ーブル132(図面においてLPTと表記)を含む。� �お、以降、物理ブロックをPB、論理ブロック をLB、物理ブロック番号をPBN、論理ブロック� ��号をLBN、物理ブロック番号PBNが例えば0の物 理ブロックをPB0、論理ブロック番号LBNが例え ば0の論理ブロックをLB0とする。

 図3Aは、物理領域管理テーブル131を示す� �モリマップである。このテーブル131は、物� �ブロック番号PB0~PB(P-1)について、ブロックス テータスBSTとスワップ対象として既に選択さ れたことを示す選択済みフラグSと書き換え� �数WCとを保持している。ブロックステータス において、値0は使用ブロック、値1は空きブ� ��ック、値2は不良ブロックを示す。なお簡単 のため本実施の形態では値2、即ち不良ブロ� �クはないものとする。アドレス管理部125は� �データの書き込み処理を実施する都度、読� �書き制御部127の指示により物理領域管理テ� �ブル131のブロックステータスBSTを参照して� �ータの書き込むための空きブロックを検出� �る。更に物理領域管理テーブル131は、スワ� �プ回数kと総書き換え回数WCallも保持してい� �。なおWCallは書き込み処理においては1論理� �ロックの書き込み毎に1ずつ加算されるもの� ��する。

 図3Bは、アドレス管理部125に含まれる論� �変換テーブル132を示すメモリマップである� �この変換テーブル132は論理ブロック番号LBN� �対応する物理ブロック番号PBNを保持してい� �。

 記録状態判定部126は、物理領域管理テー� ��ル131を適宜参照することにより、不揮発性� ��モリ110内の記録状態、具体的には代替領域� ��局所化を判定し、読み書き制御部127に対し� ��スワップ要否判定結果を出力するものであ� ��。

 読み書き制御部127は、アクセスモジュー� ��200Aからのコマンドに基づいて不揮発性メモ リ110にデータを書き込み、不揮発性メモリ110 からデータを読み出すものである。読み書き 制御部127はライトコマンドが与えられたとき に、アドレス管理部125に対して空き物理ブロ ックのPBNの取得指示を出力する。読み書き制 御部127はスワップ対象となるPBNを取得するた めの取得回路127A,127Bを有している。取得回路 127A,127Bは記録状態判定部126が出力したスワッ プ要否判定結果に応じて、スワップの対象と なる物理ブロックとその書き換え回数を読み 出すための回路である。

 図4は取得回路127Aを示すブロック図であ� �。図4において、読み出し回路140は物理領域� ��理テーブル131の中でSフラグが0のPBNから、� �き換え回数WC、物理ブロック番号PBN及びブロ ックステータスBSTをシステムクロックSCKに従 って順次読み出す回路である。読み出し開始 時点において、STARTフラグは1となり、ORゲー� ��141に出力される。セレクタ142とセレクタ144� ��ORゲート141の出力が0のときにはA入力、1の� �きにはB入力を選択する。レジスタ143はPBNとB STを一時保持し、レジスタ145は選択したPBのWC を一時保持する。比較器146はレジスタ145に保 持されたWC(A入力)と次のSフラグが0のPBNから� �み出された書き換え回数WC(B入力)とを比較し 、そのB入力が小さければ比較出力を0とし、O Rゲート141に出力する。又レジスタ143,145はそ� ��出力をレジスタ148,149にも与える。アンドゲ ート147はシステムクロックSCKと終了であるこ とを示すエンドフラグが1となったときにレ� �スタ143,145の出力を夫々保持する。これによ� ��レジスタ148には後述するように、最大書き� ��え回数の物理ブロック番号PBNとそのステー� ��スBSPが保持される。又レジスタ149には最大� ��き換え回数Mが保持される。

 又図5は読み書き制御部127に含まれる取得 回路127Bを示すブロック図である。取得回路12 7Bは前述した取得回路127Aと同様に、読み出し 回路150、ORゲート151、セレクタ152,154、レジス タ153,155,158、比較器156、及びアンドゲート157� ��有している。取得回路127Bでは比較器146と156 とでは大小関係が異なっている。又レジスタ 149に相当するレジスタがないが、それ以外は 取得回路127Aと同様である。

 寿命判定部128は、図6に示す寿命テーブル 128aを有している。寿命テーブル128aは書き換� ��回数WCに対するデータ保持時間rを時間単位� ��記録したテーブルであって、リードオンリ� ��モリに保持されている。寿命判定部128は、� ��命テーブル128aを参照することにより不揮発 性記憶モジュール100Aの寿命を判定し、それ� �アクセスモジュール200Aに通知するものであ� ��。

 このように構成された、本発明の第1の実 施の形態における不揮発性記憶システムの動 作について説明する。まず、代替領域の局所 化とその抑制についての基本的な説明をした 上で、具体的な動作について説明する。

 [代替領域の局所化について]
 まず、不揮発性メモリ110の記録状態につい� ��説明する。図7A~図7Fは物理ブロックPB0~PB(P-1) の書き換え回数と、各物理ブロックにアロケ ートされたLBN又はその物理ブロックが空きブ ロックであることを表す。図7Aは書き込み前� ��記録状態を示す説明図、図7Bは書き込み後� �記録状態を示す説明図、図7C~図7Fは、夫々ス ワップ前の記録状態、1回目のスワップ後、2� ��目のスワップ後、3回目(最終回)のスワップ� ��の記録状態を示す説明図である。以下では� ��WCを書き換え回数、mを最小書き換え回数、a は平均書き換え回数、Mを最大書き換え回数� �Xはスワップ処理を開始するかどうかを決定� ��るための物理ブロックの書き換え回数の最� ��値と平均値との差を示す閾値とする。

 図7Aでは物理ブロックはほとんど書き換� �られないデータがアロケートされているPB群 と、頻繁に書き換えられるデータ(本実施の� �態ではLB0)がアロケートされているPBと、LB0� �書き換えに使用される空きブロックとに区� �される。

 このような記録状態は、不揮発性記憶モ� ��ュールをTVに装着してTV番組録画を行う場合 に起こりえる。具体的には、既に録画した番 組の中で長期保存したい番組を不揮発性記憶 モジュールに記録したままにして、長期保存 不要の番組、例えばニュースなどを頻繁に記 録と消去を繰り返したとする。ここで長期保 存したい番組が論理ブロックLB1~LB(L-1)に対応� ��、長期保存不要の番組が論理ブロックLB0に� ��応しているものとする。この場合、図7Aに� �すように、LB1~LB(L-1)が記録された物理ブロッ クPB1~PB(P-3)は書き換え回数が少ないままで、L B0の記録と消去に使用される物理ブロックPB0� ��PB(P-2)、PB(P-1)では書き換え回数WCが増加する 。以降、前者の領域を占有領域、後者の領域 を代替領域とする。図7Aでは、最大書き換え� ��数Mと平均書き換え回数aの差が閾値Xに等し� ��なっており、代替領域が局所化した典型例� ��ある。

 前述した状況が継続すると代替領域でのW Cの値が増加の一途を辿り、不揮発性記憶モ� �ュールの寿命が早期に尽きてしまう。そこ� �本実施の形態の不揮発性記憶モジュール100A� ��おいては、記録状態判定部126がWCに基づき� �替領域の局所化を検出し、読み書き制御部12 7が書き換え回数に基づきスワップを実行し� �、代替領域局所化を抑制する。

 以下の2ステップにて、代替領域局所化の抑 制を行う。
 (1)代替領域局所化の検出
 記録状態判定部126は、代替領域の局所化が� ��じているかどうかを式(1)により判定し、式( 1)が成立しているときにスワップが必要とす� ��判定を読み書き制御部127に転送する。
 M-a>X・・・(1)
なお具体的な算出方法については後述する。 また閾値Xは不揮発性記憶モジュール100Aの処� ��能力や不揮発性メモリ110の信頼性などに応� ��て決めればよい。

 (2)スワップ処理
 (2-1)スワップ対象の選択
 代替領域(WCがaより大きい領域)から書き換� �回数の大きい順にスワップ対象PBを選択し、 占有領域(WCがaより小さい領域)から書き換え� ��数の小さい順にスワップ対象PBを選択する� �なお、代替領域の局所化検出時に纏めて選� �すると、選択処理の時間的オーバーヘッド� �問題となるので、1ブロック分の書き込みや� ��ワップ毎に、次のスワップ処理に必要なス� ��ップ対象PBを選択する。
 (2-2)重複スワップ禁止
 同一のスワップ対象が連続して選択される� ��、無駄なスワップが繰り返されることにな� ��ので、これを回避するために、所定回数の� ��ワップが完了する迄は重複選択を禁止する� ��所定回数をK1とすると、K1は式(2)で与えられ る。但し式(2)において、MINとは最小値をとる 関数とする。
 K1=MIN(WC>aとなるPB数,WC<aとなるPB数) ・� �・(2)
 (2-3)スワップ実行
 こうして決定したスワップ対象のブロック� ��ついて、代替領域と占有領域をスワップす� ��ことにより、代替領域、すなわち書き換え� ��数が突出する領域を分散させる。

 以上説明した代替領域局所化の抑制につ� ��て、以降、図8に示す全体処理のフローチャ ートや図9以降の各部のフローチャートなど� �従い、代替領域局所化の検出やスワップ処� �について説明する。なお簡単のため、デー� �の書き込みにおいて、書き込みコマンドは1� ��理ブロック単位毎に転送されるものとする� ��また、アクセスモジュール200Aからのアクセ ス指示がなされないときに、不揮発性記憶モ ジュール100Aが自動的にスワップ処理を実行� �ると、電源遮断などのエラーによってデー� �が破壊される可能性がある。これはユーザ� �とって不合理である。したがって、スワッ� �処理は、アクセスモジュール200Aからのアク� ��ス指示に応じてなされることを基本とする� ��本実施の形態においては、書き込みコマン� ��の受信毎に、書き込み処理に付随して実行� ��るものとする。

 不揮発性記憶モジュール100Aをアクセスモ ジュール200Aに装着すると、アクセスモジュ� �ル200Aから不揮発性記憶モジュール100Aに電源 が供給され、不揮発性記憶モジュール100Aは� �期化処理を開始する(S100)。初期化処理にお� �て、メモリコントローラ120Aは不揮発性メモ� ��110内の管理領域に保持された物理領域管理� ��ーブル131と論物変換テーブル132をアドレス� ��理部125内に設けられたRAMに読み込む。この� ��点において、物理領域管理テーブル131と論� ��変換テーブル132は、夫々図3Aと図3Bに示す情 報を保持しているものとし、図7Aに示す記録� ��態に対応する。

 その後アクセスモジュール200Aからのアク セスがあった場合は(S101)、CPU部124がアクセス モジュール200Aから転送されたコマンドを解� �する(S102)。コマンドが書き込みコマンドの� �合はS103に進み、書き込み~スワップ一連処理 に移行し、読み出しコマンドなどそれ以外の コマンドの場合はS106に移行する。

 ここでLB0を更新し、新データを書き込む� ��き込みコマンドが与えられたものとする。� ��データは一旦バッファ122に保持される。次� ��、書き込み~スワップ一連処理について図9� �用いて説明する。まずS103において書き込み� ��理を行う。図9は書き込み処理の詳細を示す ものであり、S200において、読み書き制御部12 7はアドレス管理部125に対して、書き込み先� �空き物理ブロック(以下、空きPBという)の取� ��を指示する。アドレス管理部125は物理領域� ��理テーブル131の先頭番地からPBをサーチす� �。アドレス管理部125による空きPBサーチの開 始位置は、初期化処理毎に先頭番地に設定さ れ、初期化処理後の通常処理においては、前 回サーチした番地からサーチを継続し、最後 尾の番地すなわちPB(P-1)に到達した後は先頭� �地に戻るものとする。この場合は初期化後� �ので先頭番地PB0から昇順にBSTが1のPBをサー� �する。

 図13Aは書き込み時の物理領域管理テーブ� ��131の仮更新を示すメモリマップ、図13Bは書� ��込み時の論物変換テーブル132の仮更新を示� ��メモリマップである。図13A左側の状態ではP B(P-2)が最初の空きブロックであるので、この ブロックを書き込み先ブロック番号として読 み書き制御部127に通知する。図13Aにおいて、 取得回路127A,127Bのレジスタ148,158はスワップ� �象となるPB(PBsaとPBsb)のPBNとブロックステー� �スBSTを一時保持するレジスタである。PBsaは� ��き換え回数が大きい領域、すなわち代替領� ��に属するスワップ対象ブロックであり、一� ��、PBsbは書き換え回数が小さい領域、すなわ ち占有領域に属するスワップ対象ブロックで ある。

 その後、図13Bの左側に示す論物変換テー� ��ル132を参照し、LB0の旧データが記録されて� ��る領域、即ちPB0を取得する。次いで図13Aに� ��すように物理領域管理テーブル131のPB0のBST� ��1に、またPB(P-2)のBSTを0に仮更新する。更に� ��後述するS205の旧データの消去処理によって PB0の書き換え回数が1つ増加するので、図13A� �示すようにPB0のWCをa+Xからa+W+1に仮更新する� ��また、図13Bに示すように論物変換テーブル1 32のLB0に対する物理ブロック番地PBNを0からP-2 に仮更新する(S201)。

 図9のS202において、読み書き制御部127はLB 0の新データの書き込み指示と書き込み先ブ� �ック番号(P-2)をメモリインターフェイス123に 転送する。メモリインターフェイス123はバッ ファ122に一時記憶されたLB0の新データを、不 揮発性メモリ110のPB(P-2)に書き込み始める。� �み書き制御部127は書き込みが完了するまで� �間にS203,S204の処理を行う。

 図9のS203において、読み書き制御部127は� �理領域管理テーブル131から総書き換え回数WC all(現在値)を読み出し、該WCallに1を加算した� ��のを新しいWCallとして物理領域管理テーブ� �131に保持し直す。更に読み書き制御部127はS2 04において、物理領域管理テーブル131を参照� ��てスワップ対象の物理ブロックPBsaとPBsbを� �択する(S204)。具体的には、物理領域管理テ� �ブル131内の選択済みフラグSが0、すなわち「 まだスワップ対象として選択されていないPB� ��を選択範囲として、WCの値が最大のPBのPBNと BSTを、読み書き制御部127内のレジスタ148に保 持し、WCの値が最小のPBのPBNとBSTを、読み書� �制御部127内のレジスタ158に保持する。

 WCの最大値検出は、読み書き制御部127の� �得回路127Aにより実施する。図4において、物 理領域管理テーブル131は読み出し回路140によ り、物理領域管理テーブル131の先頭番地から 昇順に、Sフラグが0のPBNのWC、PBN、及びBSTを� �ステムクロックSCKに従って順番に読み出す� �読み出し開始時点、すなわち図4ではPB0の読� ��出し時点において、STARTフラグが1となりOR� �ート141を介してセレクタ142とセレクタ144のB� ��力が選択される。すなわち、PB0のWC(a+X+1)が� ��ジスタ145に一時保持され、PB0のPBN(0)とBST(0)� ��レジスタ143に一時保持される。次のSCKによ� ��STARTフラグが0となり、読み出し回路140から� ��理領域管理テーブル131のPB1についての情報� ��読み出され、比較器146において、PB0のWC(a+X+ 1)とPB1のWC(m)との比較がなされる。B入力(m)はA 入力(a+X+1)より小さいので比較出力は0となり� ��ORゲート141を介してセレクタ142とセレクタ14 4のS入力は0となる。その結果、レジスタ143に 一時保持されたPBNとBSTが再びレジスタ143に一 時保持される。一方、レジスタ145に一時保持 されたWCが再びレジスタ145に一時保持される� ��ととなる。以上の動作をPB0~PB(P-1)まで繰り� �すと、PB(P-1)の読み出しが終了した時点でEND� ��ラグが1になり、レジスタ148は最大書き換え 回数のPBに対応するPBNとBSTを保持することに� ��る。すなわち、最大書き換え回数Mをa+X+1と� ��ると、PBsaとしてPB0が選択される。図13Aのレ ジスタ148はこの状態を示している。また、END フラグが1になったとき、レジスタ149は最大� �き換え回数のPBに対応するWC、すなわち最大� ��き換え回数Mを保持している。

 WCの最小値検出は、読み書き制御部127の� �得回路127Bにより実施する。処理内容は、基� ��的に、図4の取得回路の処理と同様であり、 相違点は比較器156の出力条件がB<Aである点 だけである。この相違により、取得回路127B� �レジスタ158は最小書き換え回数のPBに対応す るPBNとBSTとをレジスタ158に保持することにな る。すなわち、最小書き換え回数をmとする� �、PBsbとしてPB1が選択される。図13Aのレジス� ��158がこのPBN,BSTを保持することとなる。

 図9において、新データの書き込みが終了 し読み書き制御部127がスワップ対象としてPBs aとPBsbを選択した後に、旧データを消去する( S205)。旧データの消去においては、読み書き� ��御部127がアドレス管理部125に対してLB0の旧� ��ータを記憶しているPBのサーチを指示する� �アドレス管理部125は論物変換テーブル132を� �照しLB0に保持されているPBN、すなわちPB0を� �去対象ブロックとして読み書き制御部127に� �知する。その後、読み書き制御部127の制御� �よりメモリインターフェイス123は物理ブロ� �ク番地PB0のデータを消去する。

 S205までの処理が終了した後に、読み書き 制御部127はアドレス管理部125内のRAMで仮更新 された物理領域管理テーブル131と論物変換テ ーブル132をメモリインターフェイス123を介し て不揮発性メモリ110の管理領域に書き戻す(S2 06)。こうしてテーブル131,132が更新される。� �上により、図8に示す書き込み処理S103が終了 する。図7Bは書き込みを終えた状態を示して� ��り、PB0の書き換え回数Mが増加している。

 次に記録状態判定処理(S104)に移行する。図1 0は記録状態判定処理の詳細を示すフローチ� �ートである。まず、記録状態判定部126は、� �均書き換え回数aを式(3)に基づいて算出する( S300)。ここで記録状態判定部126は、WCallを物� �領域管理テーブル131から参照する。Pは不揮� ��性メモリ110の物理ブロックの総数である。
a=WCall/P ・・・(3)
Pが例えば4096個であれば、2進数で表されるWCa llを12ビット右シフトしてaを算出することが� ��ましい。aは少々の誤差があっても構わない パラメータであるので、Pが2のべき乗でない� ��合は、複数の2のべき乗の数値に近似的に分 解し、シフト演算と加算の組合せによって演 算を行ってもよい。こうすれば演算の負荷を 軽減することができる。

 その後、記録状態判定部126は、内部に保� ��しているスワップ要否フラグ(以降、SWF1と� �る)を判定する(S301)。このフラグが1の場合は 処理を終了し、SWF1が0の場合はスワップ要否� ��定(S302)に移行する。S302において式(1)が成立 する場合は、代替領域が局所化している。こ の場合は代替領域局所化を抑制するため、ス ワップ処理を行う。スワップ処理では、まず 式(2)に基づきスワップ目標回数K1を算出し(S30 3)、フラグSWF1を1にセットし、スワップ要否� �定結果として読み書き制御部127にスワップ� �示を行う(S304)。

 ここで、図3Aに示す不揮発性メモリ110の� �録状態においては、平均書き換え回数aより� ��きいWCのPB数は3個、平均書き換え回数aよりW Cが小さいPBの数は4093である。従って式(2)よ� �スワップ目標回数K1は3となり、スワップ処� �は3回実行されることとなる。

 以上により、図8に示す記録状態判定処理 (S104)が終了し、スワップ処理(S105)に移行する 。読み書き制御部127はスワップ処理を図11に� ��すフローチャートに従って行う。まず、読� ��書き制御部127は、記録状態判定部126から受� ��したSWF1が0の場合はスワップ処理を実施す� �ことなく処理を終了し、SWF1が1の場合はS401� �降の処理に移行する。

 図14Aは1回目のスワップ時の物理領域管理 テーブル131の仮更新を示すメモリマップ、図 14Bは1回目のスワップ時の論物変換テーブル13 2の仮更新を示すメモリマップである。

 S401において、読み書き制御部127は、図13A に示すレジスタ148,158に保持された情報に基� �き、物理領域管理テーブル131においてスワ� �プの対象であるPB0とPB1のBSTとSフラグとを仮� ��新するように、アドレス管理部125に指示す� ��。また読み書き制御部127は、論物変換テー� ��ル132においてスワップの対象となる論理ブ� ��ックLB0に対応するPBNを仮更新するように、� ��ドレス管理部125に指示する。その結果、物� ��領域管理テーブル131は図14Aに示すように、� ��た論物変換テーブル132は図14Bに示すように� ��更新される。

 その後、S402において、読み書き制御部127は PBsaとPBsbのスワップ指示を行うべく、レジス� ��148とレジスタ158を参照して、スワップ手順� ��決定する。ここでは図7Cに示すように、空� �PBであるPB0と使用中PBであるPB1とのスワップ� ��行うことになるので、以下のステップ1~3に� ��応する手順をメモリインターフェイス123に� ��示する。
 ステップ1:PB1からLB1のデータの読み出し
 ステップ2:読み出したLB1のデータをPB0に書� �込み
 ステップ3:PB1を消去
これに基づいてメモリインターフェイス123は スワップ処理を開始する。

 こうしてステップ1~3を実行することによ� ��、図7Cの記録状態から図7Dの記録状態に変化 する。すなわちPB0にLB1のデータが書き込まれ 、PB1が空きPBとなる。

 以上のスワップ処理を実行している最中� ��、読み書き制御部127は物理領域管理テーブ� ��131に保持したスワップ回数kを読み出し、k� �インクリメントした後に(S403)、kとスワップ� ��標回数K1とを比較する(S404)。kがK1に到達し� �いない場合、すなわちスワップの継続が必� �な場合は、現在実行中のスワップ処理にお� �るPB1の消去によって、PB1の書き換え回数が1� ��増加する。従って読み書き制御部127は物理� ��域管理テーブル131からWCall(現在値)を読み出 し、該WCallに1を加算したものを新しいWCallと� ��て物理領域管理テーブル131に保持し直す(S40 9)。

 更に、前述したS204における処理と同様に 、次のスワップ対象PBsaとPBsbを選択し、図14A� ��示すようにレジスタ148とレジスタ158に、夫� ��PB(P-2)とPB2のPBNとBSTを保持する(S410)。その後 、読み書き制御部127はS411において、物理領� �管理テーブル131と論物変換テーブル132をメ� �リインターフェイス123を介して不揮発性メ� �リ110に書き戻し、S400に戻る。

 そして、再度S400以降のスワップ関連処理を 行う。ここで、PB2とPB(P-2)はいずれも使用PBで あるので、スワップ処理においては空きPB、� ��えばPB(P-1)を中間バッファとして、スワップ 処理を行う。このような場合は、図7Dに示す� ��うにスワップa,b,cの3段階の処理が必要とな� ��。従って不揮発性メモリ110の記録状態は図7 Dから図7Eに変化し、書き換え回数はPBP-2とPBP- 1の2PB分の増加となる。このようにスワップ� �仕方に応じて以下の規則のように従ってWCall は変わる。
 (1)スワップ対象がいずれも空きPBの場合、WC allの増加分は0となる。
 (2)スワップ対象の一方が空きPBで他方が使� �PBの場合、WCallの増加分は1となる。
 (3)スワップ対象がいずれも使用PBの場合、WC allの増加分は2となる。
尚、この実施の形態では(1)のスワップはあり 得ない。読み書き制御部127はスワップ関連処 理をK1回(3回)実行すると、図7Fに示すように� �全ての代替領域は占有領域に置換され、そ� �後S404よりS405に移行する。

 S405において、3回目のスワップ処理によ� �てPB3の書き換え回数が1増加するので、読み� ��き制御部127はWCallを1加算し、更に物理領域� ��理テーブル131のSフラグを全てリセットする (S406)。そしてSWF1とスワップ回数kをリセット� ��た後(S407)、読み書き制御部127は物理領域管� ��テーブル131と論物変換テーブル132を不揮発� ��メモリ110に書き戻し(S408)、スワップ処理を� ��了する。

 最後に、寿命判定部128の動作について説� ��する。アクセスモジュール200Aから不揮発性 記憶モジュール100Aに対して寿命要求コマン� �が指示されると、図8の全体処理のフローチ� ��ートにおいてS106に制御が移り、寿命判定部 128が図12に示すフローチャートに従って寿命� ��定処理を実行する。寿命要求コマンドをホ� ��トインターフェイス121が受信すると、その� ��を寿命判定部128に通知し、寿命判定部128はS 500の判定の後、最大書き換え回数Mの取得を� �み書き制御部127に指示する。

 読み書き制御部127は前述したS204の処理の 中の取得回路127Aの処理によりレジスタ149に� �大書き換え回数Mを保持しており、ENDフラグ� ��寿命判定部128に出力する。寿命判定部128はE NDフラグを受信すると、レジスタ149に保持さ� ��た最大書き換え回数Mを取得し(S501)、図6に� �す寿命テーブル128aを読み出す(S502)。読み出� ��において寿命判定部128は、寿命テーブル128a 上の書き換え回数WCにおいて、最大書き換え� ��数Mに最も近い2つの値を決定する。Mより小� ��いWCをWC1、Mより大きいWCをWC2とすると、夫� �に対応するデータ保持時間r(WC1)とr(WC2)を読� �出す(S502)。例えばMが180の場合は、WC1は100、W C2は200であり、r(WC1)は501187、r(WC2)は116906とな� ��。なおrのディメンジョンは時間である。

 その後、式(4)に従って補間演算を行う(S503)� ��
 r(M)=r(w1)+α{r(w2)-r(w1)} ・・・(4)
 但し、α=(M-w1)/(w2-w1)
例えば、Mが180の場合はr(M)は193762(時間)とな� �。寿命判定ブロック28は演算結果であるr(M)� �寿命情報として、ホストインターフェイス12 1を介してアクセスモジュール200Aに通知する( S504)。

 アクセスモジュール200Aはr(M)の通知を受� �ると、寿命情報表示部201がr(M)を表示する。� ��お、Mが180の場合はr(M)の値が大きいので、� �ィメンジョンを年に変換して表示してもよ� �。なお、本実施の形態においては、アクセ� �モジュール200Aからの寿命要求コマンドに応� ��て不揮発性記憶モジュール100Aが寿命情報を 通知するようにした。これに代えて、不揮発 性記憶モジュール100Aが適宜アクセスモジュ� �ル200Aに割り込みをかけて寿命情報を通知す� ��ようにしても構わない。

 以上のように、第1の実施の形態の不揮発 性記憶システムによれば、アドレス管理部125 の空きPB選択に基づく書き込み先PBの決定、� �なわち代替処理によるウェアレベリングを� �本とし、記録状態判定部126が式(1)に基づき� �すなわち記録状態に応じてスワップ要否判� �を行い、読み書き制御部127がスワップ要否� �定に応じてスワップ対象ブロック(PBsa、PBsb)� ��決定し、スワップを実行するようにした。� ��れにより、「代替領域の局所化」が抑制さ� ��ると共に、「電源遮断問題」に伴う旧デー� ��が再現不能になることがなくなる。

 また、寿命判定部128がデータ保持時間を� ��めアクセスモジュール200Aに通知するように したので、ユーザは不揮発性記憶モジュール の寿命を認識した上で安心して、データの記 録操作を行うことができる。なお、スワップ によって代替領域局所化が抑制され不揮発性 メモリ110内の各PBの書き換え回数が平準化さ� ��る。従って、最大書き換え回数Mあるいは平 均書き換え回数aに対応するデータ保持時間� �すなわちアクセスモジュール200Aに通知され� ��寿命情報は、不揮発性メモリ110内の任意の� ��録情報のデータ保持時間と見なすことがで� ��る。つまり、該寿命情報は不揮発性記憶モ� ��ュールの寿命と考えて差し支えない。

 尚第1の実施の形態では、記録状態判定部 は書き換え回数の最大値と平均値とに基づい て代替領域局所化の検出を行っているが、書 き換え回数の最大値と最小値など他の数値に 基づいて検出を行うようにしてもよい。又読 み書き制御部は書き換え回数に基づいてスワ ップ対象領域を決定しているが、書き換え回 数と共にその物理ブロックが空きブロックか どうかによってスワップ対象領域を決定する ようにしてもよい。スワップの対象となる物 理ブロックの一方を空きブロックに限定すれ ば、図7Dに示す3段階の処理が不要となり、図 7Cや図7Eに示すように1回の処理でスワップが� ��了する。

 更にスワップは書き換え回数の最大値に� ��い物理ブロックと最小値に近い物理ブロッ� ��だけをスワップ対象領域として、スワップ� ��回数を減少させるようにしてもよい。

 (第2の実施の形態)
 図15は、本発明の第2の実施の形態における� ��揮発性記憶システムを示したブロック図で� ��る。図15において、不揮発性記憶システム� �、不揮発性記憶モジュール100Bとアクセスモ� ��ュール200Bとから構成される。アクセスモジ ュール200Bは、第1の実施の形態のアクセスモ� ��ュールに、システム条件通知部202を更に加� ��たものである。不揮発性記憶モジュール100B は、メモリコントローラ120Bと不揮発性メモ� �110を含む。メモリコントローラ120Bは、第1の 実施の形態のメモリコントローラ120Aに、シ� �テム条件受信部161とシステム条件判定部162� �更に加えたものである。なお、読み書き制� �部163は第1の実施の形態の読み書き制御部127� ��変更したものである。その他のブロックは� ��1の第1の実施の形態の不揮発性記憶モジュ� �ルと同様である。

 以上のように構成された、本発明の第2の 実施の形態における不揮発性記憶システムの 動作について説明する。図16は本発明の第2の 実施の形態における全体処理を示すフローチ ャート、図17はシステム条件判定処理を示す� ��ローチャート、図18はスワップ処理を示す� �ローチャートであり、図19は書き込み処理を 示すタイムチャートである。

 なお、基本的な動作は、第1の実施の形態 の不揮発性記憶システムと同様であり、相違 点は、アクセスモジュール200Bから受信した� �ステム条件、すなわち書き込み速度や電力� �どの条件を満足する範囲でスワップ処理が� �能か否か、更に可能な場合はどの程度のス� �ップ処理が行えるかの判定を行い、そのス� �ップ可否判定に基づいてスワップ処理を行� �点である。

 図16に示す全体処理において、まず初期� �処理を行い、アクセスモジュール200Bからの� ��クセスを待受ける。ここでアクセスモジュ� ��ル200Bからのアクセスがあり書き込みコマン ドが与えられたとする(S602)。アクセスモジュ ール200Bはデータの書き込みにおいては、図19 に示すように、書き込みコマンドと、その引 数である開始論理ブロック番号(LBN_S)及びシ� �テム条件を転送する。システム条件受信部16 1は、ホストインターフェイス121を介してシ� �テム条件を受信する(S603)。その後データを1� ��理ブロック(以降1LBとする)毎に間欠的に転� �する。なお、アクセスモジュール200Bはデー� ��が必要量転送した時点で図示しない終了コ� ��ンドを転送し、書き込み処理が終了する。

 図20はシステム条件の一例を示すもので� �る。本実施の形態において、システム条件� �基本条件と速度条件と電力条件の3つからな� ��。基本条件は、寿命対策可否を表すフラグ� ��あり、このフラグが0の場合は、速度条件や 電力条件に関わらず強制的に寿命対策を禁止 する。一方このフラグが1の場合は、寿命対� �を可能とする。この場合は後述する速度条� �や電力条件に応じて不揮発性記憶モジュー� �100B側がその能力にあわせて、読み書き制御� ��163などによるスワップ処理の可否を判定す� ��。

 速度条件は不揮発性記憶モジュール100Bに データを書き込む速度保証に係る条件であり 、この速度条件を満足する範囲内で書き込み を実行する必要がある。速度条件の中のTgは� ��1LB単位での転送時間間隔を表す。図20に示� �システム条件の例においては、1秒毎に1LB分� ��転送されることとなる。1LBの容量が1MByteと� ��ると、必要転送レートは1MByte/秒となる。Tt� ��は、1LB分のデータが実際に転送されている� ��間を表す。すなわちTg-Ttは転送されない時� �となる。

 電力条件は不揮発性記憶モジュール100Bに 供給できる許容電力Pa(最大電力)であり、こ� �電力条件を満足する範囲内で少なくとも書� �込みを実行する必要がある。

 S603においてシステム条件を受信した後に 、S604以下の書き込み~スワップの一連処理に� ��行する。書き込み~スワップ一連処理におい て、メモリコントローラ120BはS604とS605におい て、第1の実施の形態のS103,S104と同様に書き� �み処理、記録状態判定処理を行い、その後� �ステム条件判定部162がシステム条件判定処� �(S606)を行う。

 図17はシステム条件判定処理を示すもの� �あり、基本条件である寿命対策可否フラグ1� ��場合かどうかを判断する(S700)。このフラグ� ��0であれば判定処理を終了し、このフラグが 1であればS701,S702に進んで、速度条件に基づ� �スワップ可能回数K2tの算出と、電力条件に� �づくスワップ可能回数K2pの算出を行う。

 システム条件判定部162は速度条件Tg,Ttと1LB� �たりのスワップに要する時間Tsとに基づき、 式(5)に従ってK2tを算出する。
 K2t=int{(Tg-Tt)/Ts} ・・・(5)
なおintは整数値をとる関数とする。但し前述 したスワップの仕方によって異なるので、シ ステム条件判定部162は、式(5)の算出に際して 、読み書き制御部163から、スワップタイプ情 報を受信した上でTsを決定するものとする。

 システム条件判定部162は電力条件Paと1LBあ� �りのスワップに要する電力Psに基づき、式(6) に従ってK2pを算出する。
 K2p=int(Pa/Ps) ・・・(6)

 システム条件判定部162はS702の後、スワップ 可能回数K2を式(7)に従って算出する(S703)。但� ��、MINは最小値をとる関数である。
 K2=MIN(K2t, K2p) ・・・(7)

 その後、システム条件判定部162はK2が0で� ��ければ(S704)、スワップ可否フラグSWF2を1に� �ットし(S705)、処理を終了する。

 以上のシステム条件判定処理(S606)の後、S 607においてスワップ処理を行う。図18のスワ� ��プ処理は、前述した図11のスワップ処理と� �ぼ同様の処理である。相違点は、S800におい� ��スワップ要否フラグSWF1とスワップ可否フラ グSWF2の両者が共にセットされているかを判� �する点と、S804の後にスワップ回数kとスワッ プ可能回数K2を比較する(S809)を行う点である� ��比較判定の結果kがK2に達していない場合、� ��ワップする余裕があるので、S810に移行し、 スワップ処理を継続する。比較判定の結果k� �K2に達した場合はスワップする余裕がなくな ったので、S805に進んで、スワップ処理を終� �する。

 以上の処理を終了コマンドが転送される� ��で実行し(S608)、終了コマンドを受信した後� ��スワップ可否フラグSWF2を0にリセットし、� �のアクセス待ちに移行する(S609)。

 以上のように、第2の実施の形態では、第 1の実施の形態の「記録状態に基づくスワッ� �要否判断」に加え、「システム条件に基づ� �スワップ可否判断」を行う。これにより、� �度や電力面でのオーバーヘッドを合理化で� �、例えば動画などのリアルタイム記憶が必� �なコンテンツを記録することができないな� �のシステム上の課題を解決することが可能� �なる。

 なお、書き込みコマンドの引数としてシ� ��テム条件を受信したが、システム条件通知� ��用のコマンドを使用しても構わない。また� ��不揮発性記憶モジュール100Bにスイッチを設 け、該スイッチの操作によって例えば図20の� ��本条件である寿命対策可否を切り換えるよ� ��にしても構わない。

 また本実施の形態では、式(5)と式(6)を用� ��てK2sとK2pを算出したが、不揮発性記憶モジ� ��ール100B内に、速度条件とスワップ回数K2s、 電力条件とスワップ回数K2pの関係を示すテー ブルを設けておき、システム条件が与えられ たときにこれらのテーブルを参照することに よって、K2sやK2pの値を決定しても構わない。

 (第3の実施の形態)
 図21は、本発明の第3の実施の形態における� ��揮発性記憶システムを示したブロック図で� ��る。この不揮発性記憶システムは不揮発性� ��憶モジュール100Cとアクセスモジュール200A� �ら成り立っている。アクセスモジュール200A� ��第1の実施の形態のアクセスモジュールと同 様である。不揮発性記憶モジュール100Cは、� �ステム条件受信部171、システム条件判定部17 2及び読み書き制御部173を有しており、その� �のブロックは、図15に示す第2の実施の形態� �おける不揮発性記憶システムと同様である� �

 以上のように構成された、本発明の第3の 実施の形態における不揮発性記憶システムの 動作について説明する。図22は、本発明の第3 の実施の形態に於ける不揮発性記憶モジュー ル100Cの処理を示すフローチャートである。� �お、基本的な動作は、第2の実施の形態の不� ��発性記憶システムと同様であり、相違点は� ��システム条件判定部172が不揮発性メモリの� ��別を表すIDコードに基づいて、寿命対策の� �定を行う点である。

 図22に示す初期化処理(S900)において、読� �書き制御部173はメモリインターフェイス123� �介して不揮発性メモリ110からIDコードを読み 出し、該IDコードをシステム条件受信部171が� ��信する。IDコードとは、不揮発性メモリ110� �のROM等に予め保持された不揮発性メモリ110� �種別情報であり、高信頼性の不揮発性メモ� �(例えば、2値NANDフラッシュメモリ)か、低信� ��性の不揮発性メモリ(例えば、多値NANDフラ� �シュメモリ)か、を表す。

 さてアクセスモジュール200Aよりアクセス を待受ける。アクセスがあればステップS901� �りS902に進んで書き込みコマンドかどうかを� ��別する。書き込みコマンドであればS903に進 んで書き込み処理、記録状態判定処理を行う 。記録処理(S903)、記録状態判定処理(S904)は夫 々図9及び図10の処理と同様である。そして記 録状態の判定を終えると、システム条件判定 処理を行う。システム条件判定部172は、シス テム条件受信部171が受信したIDコードを、寿� ��対策の判定における判定基準として解釈す� ��。具体的には、高信頼性の不揮発性メモリ� ��表すIDコード値の場合は、スワップ処理に� �る信頼性対策は不要と判断し、システム条� �判定処理を終了する。一方、低信頼性の不� �発性メモリを表すIDコード値の場合は寿命対 策が可能と判断する(S905)。この寿命対策が可 能でなければ処理を終了し、寿命対策が可能 であればS906に進んでフラグSWF2をセットし、� ��いでS907に進んでスワップ処理を行う。

 図23は第3の実施の形態によるスワップ処� ��を示すフローチャートである。スワップを� ��始すると、まずS1000においてフラグSWF1とSWF2 が共に1かどうかを判別する。これらが1でな� ��れば処理を終了し、これらが1であればS1001� ��進む。以降の処理については図11に示す第1� ��実施の形態と同様に、スワップ処理を行う� ��

 以上のように、システム条件判定部171が� ��不揮発性メモリ110のIDコード、すなわち不� �発性メモリ110の信頼性に基づいてスワップ� �否判定を行うようにしたので、無駄なスワ� �プ処理を行う必要がなく、スワップ処理に� �する電力や速度のオーバーヘッドを合理化� �ることが可能となる。

 なお、IDコードとして、不揮発性記憶モ� �ュールの種類を識別するメモリカード識別� �ードを用いても構わない。この場合は、不� �発性メモリ110内の記録領域の一部に予め不� �発性記憶モジュール100Cの種別をメーカ側で� ��き込んでおき、初期化処理において、シス� ��ム条件判定部172が該メモリカード識別コー� ��に基づいたスワップ可否判定を行う。

 メモリカード識別コードは、例えばRAM型� ��メモリカードか、あるいはWOM型、すなわち1 回しか書き込めないメモリカードなのかを表 すコードである。システム条件判定部172は、 システム条件受信部171が不揮発性メモリ110か ら読み出したメモリカード識別コードを寿命 対策の判定基準として解釈する。具体的には 、WOM型のメモリカードを表すメモリカード識 別コードの場合は、スワップ処理による信頼 性対策不要と判断する。一方、RAM型のメモリ カードを表すメモリカード識別コード値の場 合は、寿命対策を行わずS901に戻る。

 このように、システム条件判定部172が、� ��揮発性記憶モジュール100Cのメモリカード識 別コード、すなわち不揮発性記憶モジュール の種類に基づいてスワップ可否判定を行うよ うにした。このため無駄なスワップ処理を行 う必要がなく、スワップ処理に要する電力や 速度のオーバーヘッドを合理化することが可 能となる。

 尚第1~3の実施の形態において、アドレス� ��理部125が物理領域管理テーブル131を巡回的� ��サーチすることによって取得した空きPBを� �書き込み先PBとして決定するようにしたが、 全ての空きPBの中でWCの小さい空きPBを優先的 に書き込み先PBに決定するようにしても構わ� ��い。又全ての空きPBの中からランダムに選� �した空きPBを書き込み先PBに決定するように� ��ても構わない。

 尚第1~3の実施の形態において、書き込み� ��マンドの受信毎の書き込み処理に付随して� ��ワップ処理を行うようにしたが、このタイ� ��ングに限定されることはない。例えば、記� ��状態判定部126のスワップ要否判定結果を物� ��領域管理テーブル131等に保持しておき、次� ��初期化処理において物理領域管理テーブル1 31を調べ、スワップ要の場合はスワップを行� ��ようにしても構わない。又スワップ処理を� ��半と後半の2つに分割し、前半は書き込みコ マンドの受信毎の書き込み処理に付随して実 施し、後半は初期化処理に実施するようにし ても構わない。