(57)【要約】      （修正有）【課題】読み出し動作を高速化し、かつ書き込みに利用可能なフリーブロックを増加させる。【解決手段】メモリシステムは、第１のデータを格納する記憶領域を有する不揮発性記憶装置３と、情報処理装置２と、を有する。情報処理装置２は、不揮発性記憶装置の第１の論理アドレス領域からデータを読み出し、読み出したデータが第１のデータと同じ場合に、不揮発性記憶装置３に、第１の論理アドレス領域を記憶領域に関連付けるための削除通知を行う第１の制御回路を含む。不揮発性記憶装置は、不揮発性記憶媒体１３と、削除通知により指定された論理アドレスを記憶領域に関連付けるように管理テーブル１２Ａを書き換え、情報処理装置２から受信した読み出し命令の論理アドレスが記憶領域を指定している場合に、第１のデータを情報処理装置２に送信する第２の制御回路１１を含む。【選択図】図１
2014059889.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
第１のデータを格納する記憶領域を有する不揮発性記憶装置と、前記不揮発性記憶装置
と通信を行う情報処理装置とを有するメモリシステムであって、
前記情報処理装置は、
前記不揮発性記憶装置の第１の論理アドレス領域からデータを読み出し、
前記第１の論理アドレス領域に対応する読み出しデータが前記第１のデータと同じであ
る場合に、前記不揮発性記憶装置に、前記第１の論理アドレス領域を前記記憶領域に関連
付けるための削除通知を行う第１の制御回路を具備し、
前記不揮発性記憶装置は、
不揮発性記憶媒体と、
論理アドレスと物理アドレスとを関連付ける管理テーブルと、
前記削除通知により指定された論理アドレスを前記記憶領域に関連付けるように前記管
理テーブルを書き換え、
前記情報処理装置から受信した読み出し命令に含まれる論理アドレスが前記記憶領域を
指定している場合に、前記第１のデータを前記情報処理装置に送信する第２の制御回路と
、
を具備することを特徴とするメモリシステム。
【請求項２】
前記第１の制御回路は、ユーザから指示を受けた場合に、前記削除通知に関する処理を
実行することを特徴とする請求項１に記載のメモリシステム。
【請求項３】
前記第１の制御回路は、規定の時刻に到達した場合に、前記削除通知に関する処理を実
行することを特徴とする請求項１に記載のメモリシステム。
【請求項４】
前記第２の制御回路は、前記削除通知に関する処理を実行するための命令を前記情報処
理装置に送信し、
前記第１の制御回路は、前記不揮発性記憶装置から前記命令を受けた場合に、前記削除
通知に関する処理を実行する
ことを特徴とする請求項１に記載のメモリシステム。
【請求項５】
情報処理装置と通信を行う不揮発性記憶装置であって、
不揮発性記憶媒体と、
第１のデータを格納する記憶領域と、
論理アドレスと物理アドレスとを関連付ける管理テーブルと、
前記不揮発性記憶媒体からデータを読み出し、
前記読み出しデータが前記第１のデータと同じである場合に、前記読み出しデータの論
理アドレスを前記記憶領域に関連付けるように前記管理テーブルを書き換え、
前記情報処理装置から受信した読み出し命令に含まれる論理アドレスが前記記憶領域を
指定している場合に、前記第１のデータを前記情報処理装置に送信する制御回路と、
を具備することを特徴とする不揮発性記憶装置。
【請求項６】
前記制御回路は、前記情報処理装置から一定期間アクセスがない場合に、前記管理テー
ブルを書き換える処理を実行することを特徴とする請求項５に記載の不揮発性記憶装置。
【請求項７】
前記制御回路は、前記情報処理装置から命令を受けた場合に、前記管理テーブルを書き
換える処理を実行することを特徴とする請求項５に記載の不揮発性記憶装置。
【請求項８】
前記制御回路は、不揮発性記憶媒体のフリーブロック数が規定値を下回った場合に、前
記管理テーブルを書き換える処理を実行することを特徴とする請求項５に記載の不揮発性
記憶装置。
【請求項９】
第１のデータを格納する記憶領域を有する不揮発性記憶装置の制御方法であって、
前記制御方法は、
前記不揮発性記憶装置から前記第１のデータを読み出し、
前記不揮発性記憶装置の第１の論理アドレス領域からデータを読み出す工程と、
前記第１の論理アドレス領域に対応する読み出しデータが前記第１のデータと同じであ
るか否かを判定する工程と、
前記読み出しデータが前記第１のデータと同じである場合に、前記不揮発性記憶装置に
、前記第１の論理アドレス領域を前記記憶領域に関連付けるための削除通知を行う工程と
、
を具備することを特徴とする不揮発性記憶装置の制御方法。
【請求項１０】
第１のデータを格納する記憶領域を有する不揮発性記憶装置を制御するためのプログラ
ムであって、
前記プログラムは、前記不揮発性記憶装置と通信可能な情報処理装置に、
前記不揮発性記憶装置から前記第１のデータを読み出す処理と、
前記不揮発性記憶装置の第１の論理アドレス領域からデータを読み出す処理と、
前記第１の論理アドレス領域に対応する読み出しデータが前記第１のデータと同じであ
るか否かを判定する処理と、
前記読み出しデータが前記第１のデータと同じである場合に、前記不揮発性記憶装置に
、前記第１の論理アドレス領域を前記記憶領域に関連付けるための削除通知を行う処理と
、
を実行させるためのプログラム。
【請求項１１】
ユーザから指示を受けた場合に、前記削除通知に関する処理を実行することを特徴とす
る請求項１０に記載のプログラム。
【請求項１２】
規定の時刻に到達した場合に、前記削除通知に関する処理を実行することを特徴とする
請求項１０に記載のプログラム。
【請求項１３】
不揮発性記憶媒体のフリーブロック数が規定値を下回った場合に、前記削除通知に関す
る処理を実行することを特徴とする請求項１０に記載のプログラム。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明の実施形態は、メモリシステム、不揮発性記憶装置及びその制御方法に関する。
【背景技術】
【０００２】
オペレーティングシステム（ＯＳ）上において外部記憶装置（例えば、ＨＤＤ（Hard D
isk Drive）、ＳＳＤ（Solid State Drive）)のファイルデータが削除される場合、ＯＳ
上でのデータの管理情報が削除されるだけで、外部記憶装置からは実際にはデータが削除
されないようにする方式がある。ＯＳ上でデータ削除のたびに外部記憶装置で削除処理が
行われるわけではないので、削除処理が行われない分、外部記憶装置の動作のパフォーマ
ンスが向上する。この方式は特に、アクセスの遅いＨＤＤにおいて有効である。
【０００３】
一方で、ＯＳ上では削除したはずのデータが外部記憶装置では有効なデータであると認
識されているため（これを無効データと呼ぶ）、外部記憶装置上でデータの存在しない空
き領域が、ＯＳが認識している空き領域よりも常に少なくなってしまう。特に、外部記憶
装置の空き領域が枯渇すると、論理アドレスと物理アドレスとが必ずしも一対一対応しな
いＳＳＤにおいて大きな問題となる場合がある。
【先行技術文献】
【特許文献】
【０００４】
【特許文献１】特開２０１０−１５７１３３号公報
【特許文献２】特開２０１０−１６１１９９号公報
【特許文献３】特開２０１１−２９５８６号公報
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００５】
実施形態は、読み出し動作を高速化し、かつ書き込みに利用可能なフリーブロックを増
加させることが可能なメモリシステム、不揮発性記憶装置及びその制御方法を提供する。
【課題を解決するための手段】
【０００６】
実施形態に係るメモリシステムは、第１のデータを格納する記憶領域を有する不揮発性
記憶装置と、前記不揮発性記憶装置と通信を行う情報処理装置とを有するメモリシステム
であって、前記情報処理装置は、前記不揮発性記憶装置の第１の論理アドレス領域からデ
ータを読み出し、前記第１の論理アドレス領域に対応する読み出しデータが前記第１のデ
ータと同じである場合に、前記不揮発性記憶装置に、前記第１の論理アドレス領域を前記
記憶領域に関連付けるための削除通知を行う第１の制御回路を具備する。前記不揮発性記
憶装置は、不揮発性記憶媒体と、論理アドレスと物理アドレスとを関連付ける管理テーブ
ルと、前記削除通知により指定された論理アドレスを前記記憶領域に関連付けるように前
記管理テーブルを書き換え、前記情報処理装置から受信した読み出し命令に含まれる論理
アドレスが前記記憶領域を指定している場合に、前記第１のデータを前記情報処理装置に
送信する第２の制御回路と、を具備する。
【図面の簡単な説明】
【０００７】
【図１】第１の実施形態に係るメモリシステムのブロック図。
【図２】管理テーブルの一部を説明する図。
【図３】第１の実施形態に係るホスト装置のブロック図。
【図４】ＮＡＮＤ型フラッシュメモリに格納されるデータの一部を説明する図。
【図５】デスクトップコンピュータの概略図。
【図６】ポータブルコンピュータの概略図。
【図７】ＳＳＤの書き込み動作を示すフローチャート。
【図８】ＳＳＤのＮＡＮＤ整理処理を示すフローチャート。
【図９】ＳＳＤの削除通知処理を示すフローチャート。
【図１０】ＳＳＤの読み出し動作を示すフローチャート。
【図１１】ホスト装置の最適化処理を示すフローチャート。
【図１２】ホスト装置の最適化フラグ設定処理を示すフローチャート。
【図１３】最適化プログラムのＧＵＩの一例を示す概略図。
【図１４】“０”で埋め尽くされたデータの割合と平均読み出し速度との関係を示すグラフ。
【図１５】“０”で埋め尽くされたデータの割合とフリーブロック量との関係を示すグラフ。
【図１６】第２の実施形態に係るホスト装置の最適化処理を示すフローチャート。
【図１７】第３の実施形態に係るホスト装置の最適化フラグ設定処理を示すフローチャート。
【図１８】第４の実施形態に係るＳＳＤの最適化起動情報の生成処理を示すフローチャート。
【図１９】ホスト装置の最適化フラグ設定処理を示すフローチャート。
【図２０】第５の実施形態に係るホスト装置の最適化処理を示すフローチャート。
【図２１】第６の実施形態に係るメモリシステムのブロック図。
【図２２】管理テーブルの一部を説明する図。
【図２３】ＳＳＤの最適化処理を示すフローチャート。
【図２４】比較元データ領域がＤＲＡＭ上に割り当てられる場合のメモリシステムのブロック図。
【図２５】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図２６】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図２７】比較元データ領域がＳＳＤコントローラ上に割り当てられる場合のメモリシステムのブロック図。
【図２８】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図２９】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図３０】比較元データ領域がＮＡＮＤ型フラッシュメモリ上に割り当てられる場合のメモリシステムのブロック図。
【図３１】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図３２】物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図。
【図３３】第７の実施形態に係るホスト装置のブロック図。
【図３４】ＳＳＤのＮＡＮＤ整理処理を示すフローチャート。
【図３５】ＳＳＤの削除通知処理を示すフローチャート。
【図３６】ＳＳＤの読み出し動作を示すフローチャート。
【図３７】ホスト装置の最適化処理を示すフローチャート。
【図３８】実施例１に係るホスト装置の最適化処理を示すフローチャート。
【図３９】実施例２に係るホスト装置の比較元データ書き換え処理を示すフローチャート。
【図４０】実施例２に係るＳＳＤの比較元データ書き換え処理を示すフローチャート。
【図４１】第８の実施形態に係るＳＳＤの最適化処理を示すフローチャート。
【図４２】実施例１に係る論理アドレス及びデータの一例を示す図。
【図４３】0-fillセクタの存在確率分布を示す図。
【図４４】実施例２に係る論理アドレス及びデータの一例を示す図。
【図４５】0-fillセクタ及び1-fillセクタの存在確率分布を示す図。
【図４６】実施例３に係る論理アドレス及びデータの一例を示す図。
【図４７】３種類のデータパターンの存在確率分布を示す図。
【図４８】実施例６に係る論理アドレス及びデータの一例を示す図。
【図４９】最適化処理によって解放されるセクタを説明する図。
【図５０】実施例７に係る関数ｆの決定方法を説明する図。
【発明を実施するための形態】
【０００８】
ＳＳＤの空き領域が枯渇している、すなわちＳＳＤコントローラに有効なデータを全く
持っていないと認識されているＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理ブロック（フリーブロ
ック）が枯渇している場合、そのＳＳＤに書き込みを行うと、ＳＳＤコントローラに有効
なデータを持っていると認識されているＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理ブロック（ア
クティブブロック）上の無効なデータ領域を検索し、有効なデータを整理（ＮＡＮＤ整理
）して新たなフリーブロックを確保する処理に負荷がかかり、書き込みのパフォーマンス
が著しく劣化してしまう。
【０００９】
また、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリに無効データが多い、すなわちＳＳＤ上での空き領
域が枯渇している状況で書き込みが行われると、特定の領域に書き込みが集中したり、頻
繁に発生するＮＡＮＤ整理でＮＡＮＤ型フラッシュメモリの余分な消去が発生したりする
ため、ＳＳＤの信頼性が著しく劣化する可能性がある。
【００１０】
以下、実施形態について図面を参照して説明する。以下に示す幾つかの実施形態は、本
発明の技術思想を具体化するための装置および方法を例示したものであって、構成部品の
形状、構造、配置などによって、本発明の技術思想が特定されるものではない。なお、以
下の説明において、同一の機能及び構成を有する要素については、同一符号を付し、重複
説明は必要な場合にのみ行う。
【００１１】
［第１の実施形態］
［１．メモリシステムの構成］
図１は、第１の実施形態に係るメモリシステム１のブロック図である。メモリシステム
１は、ホスト装置（情報処理装置）２と、外部記憶装置としての不揮発性記憶装置３とを
備えている。不揮発性記憶装置３として、本実施形態では、ＳＳＤ（Solid State Drive
）を例に挙げて説明する。
【００１２】
ＳＳＤ３は、インターフェースコントローラ１０、ＳＳＤコントローラ（制御回路）１
１、メインメモリとしてのＤＲＡＭ１２、不揮発性記憶媒体としてのＮＡＮＤ型フラッシ
ュメモリ１３、及びこれらを接続するバスを備えている。
【００１３】
インターフェースコントローラ１０は、ホスト装置２とのインターフェース処理を実行
する。インターフェースコントローラ１０は、例えばＳＡＴＡ（Serial Advanced Techno
logy Attachment）規格に準拠した通信インターフェースでホスト装置２に接続され、Ｓ
ＡＴＡ規格に準拠したインターフェース処理を実行する。インターフェース規格について
は、ＳＡＴＡ以外に、ＳＡＳ（Serial Attached SCSI）やＵＳＢ（universal serial bus
）などを用いてもよい。
【００１４】
ＳＳＤコントローラ１１は、ＳＳＤ３全体の各種動作を制御する。ＳＳＤコントローラ
１１は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３に格納されているプログラムをＤＲＡＭ１２に
読み出して所定の処理を実行することにより、各種テーブルをＤＲＡＭ１２に作成する。
また、ＳＳＤコントローラ１１は、ホスト装置２から書き込み命令、読み出し命令、消去
命令などを受信し、これらの命令に応答してＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３に所定の処
理を実行する。
【００１５】
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３は、（ｎ＋１）個のＮＡＮＤメモリチップＣｈｉｐ０
〜Ｃｈｉｐｎによって構成されている。ｎは、０以上の整数である。ＮＡＮＤメモリチッ
プＣｈｉｐ０〜Ｃｈｉｐｎは、並列動作が可能なように構成されていてもよい。各ＮＡＮ
Ｄメモリチップは、複数のフラッシュメモリセルからなるメモリセルアレイ、及び周辺回
路（例えば、ロウデコーダ、カラムデコーダ、ページバッファ、データキャッシュなど）
を備えている。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３のメモリセルアレイは、複数のブロック
から構成され、各ブロックは、複数のページから構成されている。ブロックは、データ消
去の最小単位であり、ページは、データ書き込み及び読み出しの最小単位である。
【００１６】
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３のメモリセルアレイを構成するメモリセルトランジス
タは、半導体基板上に形成された積層ゲート構造を備えたＭＯＳＦＥＴ（Metal Oxide Se
miconductor Field Effect Transistor）から構成される。積層ゲート構造は、半導体基
板上にゲート絶縁膜を介在して形成された電荷蓄積層（浮遊ゲート電極）、及び浮遊ゲー
ト電極上にゲート間絶縁膜を介在して形成された制御ゲート電極を含んでいる。メモリセ
ルトランジスタは、浮遊ゲート電極に蓄えられる電子の数に応じて閾値電圧が変化し、こ
の閾値電圧の違いに応じてデータを記憶する。メモリセルトランジスタは、１ビットを記
憶するように構成されていてもよいし、多値（２ビット以上のデータ）を記憶するように
構成されていてもよい。また、メモリセルトランジスタは浮遊ゲート電極を有する構造に
限らず、ＭＯＮＯＳ（Metal-Oxide-Nitride-Oxide-Silicon）型など、電荷蓄積層として
の窒化界面に電子をトラップさせることで閾値電圧を調整可能な構造であってもよい。Ｍ
ＯＮＯＳ型のメモリセルトランジスタについても同様に、１ビットを記憶するように構成
されていてもよいし、多値を記憶するように構成されていてもよい。また、不揮発性記憶
媒体として、特開２０１０−１６１１９９や特開２０１１−２９５８６に記述されるよう
な３次元的にメモリセルが配置された半導体記憶媒体であってもよい。
【００１７】
ＤＲＡＭ１２は、ホスト装置２とＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３との間でのデータ転
送用キャッシュ、及びＳＳＤコントローラ１１の作業用メモリなどとして機能する。ＤＲ
ＡＭ１２の作業領域用メモリに記憶されるものとしては、起動時などにＮＡＮＤ型フラッ
シュメモリ１３から読み出される管理テーブルや関数ｆなどがある。ＤＲＡＭ１２は、管
理テーブルを格納する記憶領域１２Ａ、及び関数ｆを格納する記憶領域１２Ｂを含んでい
る。管理テーブル及び関数ｆについての詳細は後述する。メインメモリとしては、ＤＲＡ
Ｍ以外のメモリを用いてもよい。メインメモリとしては、ランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）を用いることが望ましい。メインメモリとしては、ＤＲＡＭの他に、ＳＲＡＭ、Ｆｅ
ＲＡＭ（Ferroelectric Random Access Memory）、ＭＲＡＭ（Magnetoresistive Random 
Access Memory）、ＰＣＲＡＭ（Phase Change Random Access Memory）などを用いてもよ
い。また、上記メインメモリは、独立したチップとしてＳＳＤ基板上に実装してもよいし
、組み込み型メモリとしてＳＳＤコントローラ内に実装してもよい。
【００１８】
図２は、ＤＲＡＭ１２に格納される管理テーブルの一部を説明する図である。ホスト装
置２がＳＳＤ３へ命令を送信すると、インターフェースコントローラ１０を介してその命
令がＳＳＤコントローラ１１に送られる。ＳＳＤコントローラ１１は、受信した命令を処
理する。その際、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２上の管理テーブルを参照する
ことで、適宜ホスト装置２より受信した論理アドレスを物理アドレスに変換する。論理ア
ドレスとは、ホスト装置２で管理しているアドレスであり、物理アドレスとは、ＳＳＤ３
で管理している実アドレスである。
【００１９】
図２に示すように、管理テーブルは、フリーブロックテーブル、アクティブブロックテ
ーブル、及びアクティブページテーブルを含む。物理ブロックＩＤ及び物理ページアドレ
スは物理アドレスに含まれる。アクティブブロックテーブルは、物理ブロックＩＤと論理
アドレスとを結び付けて管理しており、アクティブブロックテーブルに登録されている物
理ブロック（アクティブブロック）は、少なくともＳＳＤコントローラ１１にとっては有
効なデータを保持していることになる。フリーブロックテーブルは、論理アドレスに結び
付けられていない物理ブロックを管理している。フリーブロックテーブルに登録されてい
る物理ブロック（フリーブロック）は、論理アドレスに結び付けられていないため、有効
なデータを保持していないことになる。
【００２０】
アクティブページテーブルは、物理ページアドレスと論理アドレスとを結び付けて管理
しており、アクティブページテーブルに登録されている物理ページ（アクティブページ）
は、少なくともＳＳＤコントローラ１１にとっては有効なデータを保持していることにな
る。また、アクティブページテーブルに登録されている物理ページは、これが属する物理
ブロックＩＤと関連付けられている。なお、管理テーブルで管理されている論理アドレス
は、ＳＳＤ３で管理できる最小データサイズ又はそれより大きいデータサイズのアドレス
である。
【００２１】
次に、ホスト装置２の構成について説明する。図３は、ホスト装置２のブロック図であ
る。ＣＰＵ（制御回路）２０がホスト装置２における中央演算処理装置であり、ホスト装
置２における種々の演算及び制御はＣＰＵ２０によって行われる。ＣＰＵ２０はサウスブ
リッジ２１を介してＳＳＤ３や、ＤＶＤ−ＲＯＭなどの光学ドライブ３１の制御を行う。
ＣＰＵ２０は、ノースブリッジ２２を介して、メインメモリとしてのＤＲＡＭ２３の制御
を行う。
【００２２】
ユーザは、キーボード２９やマウス３０などの入力装置を通してホスト装置２の制御を
行い、キーボード２９やマウス３０からの信号はＵＳＢ（Universal Serial Bus）コント
ローラ２８及びサウスブリッジ２１を介してＣＰＵ２０で処理される。ＣＰＵ２０は、ノ
ースブリッジ２２及び表示コントローラ２４を介してディスプレイ（表示装置）２５に画
像データやテキストデータなどを送る。ユーザは、ディスプレイ２５を介してホスト装置
２からの画像データやテキストデータなどを視認することができる。
【００２３】
ＣＰＵ２０は、ＢＩＯＳ（Basic Input/Output System）−ＲＯＭ２６に格納されたＢ
ＩＯＳを実行する。ＢＩＯＳは、ハードウェア制御のためのプログラムである。その他、
ＣＰＵ２０は、サウスブリッジ２１を介してＬＡＮ（Local Area Network）コントローラ
２７を制御する。
【００２４】
ＤＲＡＭ２３は、ＣＰＵ２０の作業用メモリとして機能し、ＯＳ（Operating System）
を格納する記憶領域２３Ａ、最適化プログラムを格納する記憶領域２３Ｂ、最適化フラグ
を格納する記憶領域２３Ｃ、及び関数ｆを格納する記憶領域２３Ｄを含んでいる。ＯＳは
、一般的に知られているように、ホスト装置２の入出力装置を管理し、ディスクやメモリ
を管理し、ソフトウェアがホスト装置２のハードウェアを利用可能にするための制御を行
うなど、ホスト装置２全体を管理するプログラムである。最適化プログラム及び最適化フ
ラグについての詳細は後述する。ＯＳ、最適化プログラム、及び関数fは、ホスト装置２
が電源オフとなっている時は、図４に示すようにＳＳＤ３のＮＡＮＤ型フラッシュメモリ
１３に格納されているが、ホスト装置２の起動時又はプログラム起動時に、ＮＡＮＤ型フ
ラッシュメモリ１３からＤＲＡＭ２３にロードされる。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３
は、ＯＳを格納する記憶領域１３Ａ、最適化プログラムを格納する記憶領域１３Ｂ、関数
ｆを格納する記憶領域１３Ｃ、及び管理テーブルを格納する記憶領域１３Ｄを含んでいる
。また、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３は、ユーザデータを格納する記憶領域（図示せ
ず）を含んでいる。
【００２５】
次に、メモリシステム１の構成例について説明する。メモリシステム１は、例えば、デ
スクトップコンピュータやノートブック型のポータブルコンピュータとして実現し得る。
図５は、メモリシステム１としてのデスクトップコンピュータの概略図である。
【００２６】
デスクトップコンピュータ１は、情報処理装置本体４０、ディスプレイ２５、キーボー
ド２９、及びマウス３０などを備えている。情報処理装置本体４０は、主要なハードウェ
アが搭載されたマザーボード４１、ＳＳＤ３、及び電源装置４２などを備えている。ＳＳ
Ｄ３は、ＳＡＴＡケーブルを介してマザーボード４１に物理的に接続され、マザーボード
４１上に実装されたサウスブリッジを介して、同じくマザーボード上に実装されたＣＰＵ
２０に電気的に接続されている。電源装置４２は、デスクトップコンピュータ１で使用さ
れる各種電源を発生し、電源ケーブルを介してマザーボード４１やＳＳＤ３などに電源を
供給する。
【００２７】
図６は、メモリシステム１としてのポータブルコンピュータの概略図である。ポータブ
ルコンピュータ１は、情報処理装置本体５０、及びディスプレイユニット５１から構成さ
れている。ディスプレイユニット５１は、例えばＬＣＤ（Liquid Crystal Display）で構
成される表示装置２５が組み込まれている。
【００２８】
ディスプレイユニット５１は、情報処理装置本体５０に対し、この本体５０の上面が露
出される開放位置と本体２の上面を覆う閉塞位置との間を回動自由に取り付けられている
。本体２は薄い箱形の筐体を有しており、その上面には、電源スイッチ５２、キーボード
２９、タッチパッド５３等が配置されている。また、本体５０も、デスクトップコンピュ
ータと同様に、ＳＳＤ３、マザーボード、及び電源装置などを備えている。
【００２９】
その他、メモリシステム１はスチルカメラ或いはビデオカメラなどの撮像装置などであ
ってもよいし、ゲーム機器やカーナビゲーションシステムなどであってもよい。
【００３０】
［２．動作］
＜２−１．書き込み動作＞
図７は、ＳＳＤ３の書き込み動作を示すフローチャートである。ＳＳＤ３は、ホスト装
置２から書き込み命令を受信する（ステップＳ１０）。書き込み命令には、書き込みコマ
ンド、論理アドレス、及びデータが含まれる。
【００３１】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からフリーブロックテーブルを読み
出し、フリーブロックテーブルから物理ブロックＩＤを取得する（ステップＳ１１）。フ
リーブロックが存在しない場合は、後述するＮＡＮＤ整理処理を行い、物理ブロックＩＤ
を取得する（ステップＳ１３，Ｓ１２）。
【００３２】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、取得した物理ブロックＩＤに対応するフリーブロ
ックに対してプログラム処理を行う（ステップＳ１４）。続いて、ＳＳＤコントローラ１
１は、プログラムされた物理ブロックＩＤをフリーブロックテーブルから削除する（ステ
ップＳ１５）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロックテーブル及びア
クティブページテーブルを更新する（ステップＳ１６）。すなわち、プログラムされたブ
ロックに対応する論理アドレス及び物理ブロックＩＤをアクティブブロックテーブルに追
加し、さらに、論理アドレス、物理ブロックＩＤ及び物理ページアドレスをアクティブペ
ージテーブルに追加する。
【００３３】
なお、ステップＳ１４のプログラム処理の前に、書き込み対象の物理ブロックについて
消去を行ってもよい。
【００３４】
＜２−２．ＮＡＮＤ整理処理＞
次に、ＳＳＤ３のＮＡＮＤ整理処理について説明する。図８は、ＳＳＤ３のＮＡＮＤ整
理処理を示すフローチャートである。ある物理ブロックに対し、その物理ブロックに含ま
れる全ページのうちアクティブページテーブルに含まれているアクティブページ（有効ペ
ージ）は論理アドレスに対応付けられている。一方、ある物理ブロックに含まれる全ペー
ジが有効ページであるとは限らず、有効ページに該当しないページ（無効ページ）は論理
アドレスに対応付けられていない。物理ブロックは無効ページの分だけデータに空きがあ
ることになり、これら無効ページと有効ページとを分類することでフリーブロックを確保
することができる。
【００３５】
まず、ＳＳＤコントローラ１１は、列番号ｉ＝０、空き領域累積量ｓ＝０に設定する（
ステップＳ２０）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブ
ロックテーブルの先頭行を読み出し、物理ブロックＩＤを取得する（ステップＳ２１）。
ステップＳ２１にて取得した物理ブロックＩＤを現在物理ブロックＩＤと呼ぶ。続いて、
ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブページテーブルを読み出し、現
在物理ブロックＩＤに含まれる全物理ページアドレスを取得する（ステップＳ２２）。
【００３６】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、現在物理ブロックのうち無効ページのサイズを算
出し、この無効ページサイズを変数ｖに代入する（ステップＳ２３）。続いて、ＳＳＤコ
ントローラ１１は、“ｖ＞０”であるか否かを判定し（ステップＳ２４）。“ｖ＞０”で
ある場合は、現在物理ブロックＩＤを整理対象ブロックリストに追加する（ステップＳ２
６）。一方、ステップＳ２４において無効ページがないと判定された場合、ＳＳＤコント
ローラ１１は、現在物理ブロックＩＤをインクリメントして、作業対象を次の物理ブロッ
クＩＤに移す（ステップＳ２５）。
【００３７】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、空き領域累積量ｓに変数ｖを加算する（ステップ
Ｓ２７）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、空き領域累積量ｓが物理ブロックサイズ
に到達したか否か、すなわちこれまでに取得した無効ページのサイズ総量が物理ブロック
サイズに到達したか否かを判定する（ステップＳ２８）。空き領域累積量ｓが物理ブロッ
クサイズに到達してない場合、列番号ｉに１を加算した後（ステップＳ２５）、ステップ
Ｓ２１以下の処理を繰り返す。
【００３８】
一方、空き領域累積量ｓが物理ブロックサイズに到達した場合、ＳＳＤコントローラ１
１は、整理対象ブロックリストの全物理ブロックから全アクティブページのデータを読み
出し、この読み出したデータをＤＲＡＭ１２に格納する（ステップＳ２９）。続いて、Ｓ
ＳＤコントローラ１１は、整理対象ブロックリストの全物理ブロックに対して消去処理を
行う（ステップＳ３０）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロックテー
ブル、フリーブロックテーブル、及びアクティブページテーブルを更新する（ステップＳ
３１）。すなわち、消去処理が行われた物理ブロックをアクティブブロックテーブルから
削除してフリーブロックテーブルに追加し、また、データが読み出されたアクティブペー
ジをアクティブページテーブルから削除する。
【００３９】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２に格納された全アクティブページの
データをフリーブロックにプログラムする（ステップＳ３２）。続いて、ＳＳＤコントロ
ーラ１１は、アクティブブロックテーブル、フリーブロックテーブル、及びアクティブペ
ージテーブルを更新する（ステップＳ３１）。すなわち、プログラムされた物理ブロック
をフリーブロックテーブルから削除してアクティブブロックテーブルに追加し、また、プ
ログラムされた物理ページをアクティブページテーブルに追加する。
【００４０】
このように、ＮＡＮＤ整理はＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の読み出し動作、消去動
作、及びプログラム動作を多数伴うため、多くの時間を要する。よって、フリーブロック
が枯渇した状況で書き込みを行うとＮＡＮＤ整理が発生するため、ホスト装置２からみた
書き込み処理速度が低下し、かつＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の信頼性が低下する可
能性がある。
【００４１】
なお、ステップＳ３０の消去処理はステップＳ１３のＮＡＮＤ整理内では行わずに、ス
テップＳ１４の書き込み動作直前に行うようにしてもよい。
【００４２】
＜２−３．削除通知処理＞
次に、ＳＳＤ３の削除通知処理について説明する。INCITS ATA8-ACSで採用されたdatas
et management command（通称、トリムコマンド）がある。このトリムコマンドは、削除
通知として機能する。削除通知処理は、ホスト装置上でデータが削除された場合、削除さ
れたデータの存在する論理アドレス空間をＳＳＤに通知することにより、以後ＳＳＤ上で
もその領域を空き領域として扱うことができる方式である。削除通知を受信した場合には
、ＳＳＤは管理テーブルにアクセスして該当領域を無効化する処理を行う。無効化処理で
は、ＳＳＤの管理テーブルを書き換えて該当領域が無効であることにすればよく、実際に
該当領域のデータそのものを消さなくてもよいし、消してもよい。
【００４３】
図９は、ＳＳＤ３の削除通知処理を示すフローチャートである。ＳＳＤ３は、ホスト装
置２から削除通知を受信する（ステップＳ４０）。削除通知には、削除コマンド、及び論
理アドレスが含まれる。
【００４４】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブページテーブルを読
み出す（ステップＳ４１）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、削除通知によって指定
された削除対象となる論理アドレス領域に対応する全ページのうち、ページ内全領域が削
除通知対象である全ページをアクティブページテーブルから削除する（ステップＳ４２）
。
【００４５】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブロックテーブルを
読み出す（ステップＳ４３）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロック
テーブルを参照し、アクティブページテーブルに物理ブロックＩＤを持たない物理ブロッ
クをアクティブブロックテーブルから削除しフリーブロックテーブルに追加する（ステッ
プＳ４４）。このように、ＳＳＤ３は、ＮＡＮＤ整理以外に、削除通知処理によってもフ
リーブロックを確保することができる。
【００４６】
なお、ホスト装置２が削除通知を行うデータサイズは、ＳＳＤ３が管理テーブルで管理
している最小データサイズ以上であればよい。
【００４７】
＜２−４．読み出し動作＞
次に、ＳＳＤ３の読み出し動作について説明する。図１０は、ＳＳＤ３の読み出し動作
を示すフローチャートである。ＳＳＤ３は、ホスト装置２から読み出し命令を受信する（
ステップＳ５０）。読み出し命令には、読み出しコマンド、及び論理アドレスが含まれる
。
【００４８】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブロックテーブルを
読み出す（ステップＳ５１）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ホスト装置２から受
信した論理アドレスに対応する物理ブロックＩＤを参照する（ステップＳ５２）。アクテ
ィブブロックテーブルに物理ブロックＩＤが存在する場合、ＳＳＤコントローラ１１は、
以後、既書き込み領域読み出し処理を行う。すなわち、ＳＳＤコントローラ１１は、アク
ティブページテーブルを読み出し（ステップＳ５３）、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３
の該当ページを読み出す（ステップＳ５４）。そして、ＳＳＤコントローラ１１は、読み
出したデータをホスト装置２に送信する（ステップＳ５５）。
【００４９】
一方、ホスト装置２から受信した論理アドレスに対応する物理ブロックＩＤがアクティ
ブブロックテーブルに存在しない場合、ＳＳＤコントローラ１１は、以後、未書き込み領
域読み出し処理を行う。すなわち、ＳＳＤコントローラ１１は、ＮＡＮＤ型フラッシュメ
モリ１３の読み出し処理を行わず、関数ｆで表されたデータをホスト装置２からの要求に
対応するデータ長分ホスト装置２に送信する（ステップＳ５６）。具体的には、関数ｆで
表されたデータは、アドレスＡｉ、データＤｉとすると、関数ｆ（Ａｉ）＝Ｄｉ（ｉは０
以上の整数）を満たす。関数ｆは、ユーザ側で自由に設定することが可能であり、本実施
形態では、論理アドレス（ＬＢＡ：Logical Block Addressing）を変数として、“関数ｆ
（ＬＢＡ）＝０”と定義する。この例の場合、ＳＳＤコントローラ１１は、ホスト装置２
からの要求に対応するデータ長分の“０”で埋め尽くされたデータをホスト装置２に送信
する。
【００５０】
未書き込み領域読み出し動作は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の読み出し処理が伴
わない。このため、アクティブページテーブルの読み出し処理及びＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリ１３の読み出し処理が伴う既書き込み領域読み出し動作に比べ、未書き込み領域読
み出し動作は高速に行われる。
【００５１】
＜２−５．最適化処理＞
次に、ホスト装置２の最適化処理について説明する。図１１は、ホスト装置２の最適化
処理を示すフローチャートである。論理アドレス空間を物理ページサイズで区切って考え
、区切った要素を論理ページと定義する。
【００５２】
ホスト装置２のＣＰＵ２０は、ある特定のフラグ（これを最適化フラグと呼ぶ）を監視
し（ステップＳ６０）、最適化フラグが立っていることを確認すると、現在論理アドレス
を０に設定する（ステップＳ６１）。続いて、ＣＰＵ２０は、現在論理アドレスからペー
ジサイズ分のデータ、すなわち現在論理アドレスから１つの論理ページ分を読み出すため
の読み出し命令をＳＳＤ３に送信する（ステップＳ６２）。これに対して、ＳＳＤ３は、
ホスト装置２から受信した読み出し命令に従って読み出し処理を行い、読み出しデータを
ホスト装置２に送信する。
【００５３】
続いて、ＣＰＵ２０は、ＳＳＤ３から１つの論理ページ分の読み出しデータを受信する
（ステップＳ６３）。続いて、ＣＰＵ２０は、読み出しデータが全て“０”で埋め尽くさ
れているか否かを判定する（ステップＳ６４）。読み出しデータが全て“０”で埋め尽く
されている場合、ＣＰＵ２０は、読み出した論理アドレス領域に対して削除通知を行う（
ステップＳ６５）。これに対して、ＳＳＤ３は、前述した削除通知処理を行う。
【００５４】
続いて、ＣＰＵ２０は、現在論理アドレスにページサイズ分を追加する（ステップＳ６
６）。続いて、ＣＰＵ２０は、全論理ページを読み出すまで、ステップＳ６２〜Ｓ６６の
処理を繰り返す（ステップＳ６７）。
【００５５】
この最適化処理によって削除通知処理が行われた論理ページ群は、対応する論理アドレ
スがアクティブページテーブルから削除されるため、ＳＳＤ３内部では物理アドレスに対
応付けられていない。削除通知処理が行われた論理ページに関してＳＳＤ３に読み出し命
令を送信すると、図１０の未書き込み領域読み出し動作が行われ、ホスト装置２は“０”
で埋め尽くされたデータをＳＳＤ３から受信するため、ホスト装置２からみたＳＳＤ３内
部のデータは最適化処理前と変わらない。一方、未書き込み領域読み出し動作は、既書き
込み領域読み出し動作よりも高速に行われるため、削除通知対象の論理ページ読み出しの
パフォーマンスは、最適化処理前に比べて増大する。
【００５６】
なお、ホスト装置２は、最適化フラグが立っていることを確認し、かつＳＳＤ３がアイ
ドル状態の時に最適化処理を行うようにしてもよい。これにより、ＳＳＤ３の通常動作（
書き込み動作など）におけるパフォーマンスが低下するのを防ぐことができる。
【００５７】
この最適化処理は、全ＬＢＡ領域について行ってもよいし、一部のＬＢＡ領域に限定し
て行ってもよい。例えば、最適化処理を行う範囲を１０ギガバイトの範囲に限定して行っ
てもよい。その場合、例えば、初回の最適化処理はＬＢＡ＝０から１０ギガバイトの範囲
にわたって実行し、次に最適化フラグが立って最適化処理が開始されると、前回最適化を
行った領域の末尾の次のＬＢＡ（例えばＬＢＡ＝０＋１０ギガバイト＋１）から１０ギガ
バイトの範囲にわたって実行するようにしてもよい。このようにして、全ＬＢＡ領域を複
数回に分けて最適化処理を行うことで、１回の最適化処理にかかる時間を短縮することが
できる。
【００５８】
＜２−６．最適化フラグ設定処理＞
次に、ホスト装置２の最適化フラグ設定処理について説明する。図１２は、ホスト装置
２の最適化フラグ設定処理を示すフローチャートである。
【００５９】
ユーザは、ホスト装置２の最適化プログラムを起動し、ＧＵＩ（Graphical User Inter
face）上のボタン若しくはメニューを選択して最適化機能を呼び出す、又は、コマンドラ
インから最適化プログラムを起動し、コマンドを入力して最適化機能を呼び出す。図１３
は、最適化プログラムのＧＵＩの一例を示す概略図である。図１３のＧＵＩに対して、ユ
ーザはマウスなどを用いてＯＫボタンを選択する。このようなユーザの操作により、ホス
ト装置２の最適化機能が呼び出される。
【００６０】
ホスト装置２のＣＰＵ２０は、ユーザによって最適化機能が呼び出されたか否かを監視
している（ステップＳ７０）。ユーザによって最適化機能が呼び出されると、ＣＰＵ２０
は、ＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｃに最適化フラグを立てる。以後、最適化フラグが立っ
ていることが確認されると、前述した最適化処理が行われる。
【００６１】
［３．効果］
以上詳述した第１の実施形態によれば、以下のような効果が得られる。
【００６２】
ホスト装置２上で有効なユーザデータのうち特定パターンの繰り返しであるような論理
アドレス領域に関して、ホスト装置２からＳＳＤ３に対し削除通知を送信し、当該論理ア
ドレス領域を削除する。そして、削除通知処理が行われたユーザデータをＮＡＮＤ型フラ
ッシュメモリ１３以外の特定領域（ＤＲＡＭなど）から読み出すことで、当該ユーザデー
タの読み出し動作を高速化することができる。
【００６３】
また、ＳＳＤ３に削除通知を行うことでフリーブロックを確保することができるため、
最適化処理後は書き込み動作のパフォーマンスが向上し、かつＳＳＤ３の信頼性が劣化す
るのを低減することができる。この効果は、ホスト装置２上で有効なユーザデータのうち
“０”で埋め尽くされたデータが多ければ多いほど効果が増大する。
【００６４】
図１４は、“０”で埋め尽くされたデータの割合と平均読み出し速度との関係を示すグ
ラフである。平均読み出し速度とは、ある特定の期間に発生した読み出し動作の読み出し
速度を平均したものである。ＳＳＤ３に格納されたユーザデータのうち“０”で埋め尽く
されたデータの割合が大きくなるほど未書き込み領域読み出し動作が増えるため、平均読
み出し速度が速くなる。
【００６５】
図１５は、“０”で埋め尽くされたデータの割合とフリーブロック量との関係を示すグ
ラフである。図１５のグラフのかさ上げされた部分は、ユーザ領域以外のフリーブロック
量である。ＳＳＤ３に格納されたユーザデータのうち“０”で埋め尽くされたデータの割
合が大きくなるほどホスト装置２からみたフリーブロック量が多くなる。
【００６６】
例えば、Windows（登録商標）においてＳＳＤ３に対しフルフォーマットを行うと、Ｓ
ＳＤ３の全論理アドレスに対し“０”データが書き込まれることになる。これにより、フ
リーブロックの数が大幅に減少してしまうため、書き込みパフォーマンスが低下し、以後
の書き込み動作でＳＳＤ３の信頼性が劣化しやすくなる。ところが、フルフォーマット後
のＳＳＤ３に対して本実施形態の最適化処理を行うと、“０”で埋め尽くされた領域全て
に関し削除通知処理が行われるため、フリーブロックの数が大幅に増大する。これにより
、書き込みパフォーマンスが増大し、以後の書き込み動作におけるＳＳＤ３の信頼性が劣
化するのを低減することができる。
【００６７】
本実施形態は、ＳＳＤ３がアイドル状態の時にＳＳＤ３に対して最適化処理を行って管
理テーブルを書き換えるソフトウェアやファームウェアをホスト装置２に実装するだけで
実現できる。よって、本実施形態を実現するための機能を低コストかつ容易に実現できる
。また、ＳＳＤ３がアイドル状態の時に最適化処理が行われるようにすることが望ましく
、それにより本実施形態を実現した場合でもＳＳＤ３の書き込み等のパフォーマンス低下
を伴わない。
【００６８】
なお、上記説明では、未書き込み領域読み出し動作においてＳＳＤコントローラ１１が
ホスト装置２に送信するデータとして“０”で埋め尽くされたデータを用いたが、関数ｆ
で表されたデータはユーザ側で自由に設定することが可能である。例えば、“関数ｆ（Ｌ
ＢＡ）＝１”と定義することで、“１”で埋め尽くされたデータを用いてもよい。また、
“関数ｆ（ＬＢＡ）＝ＬＢＡ”と定義することで、“ＬＢＡ”で表されたデータを用いて
もよい。さらに、論理アドレス空間を分割して管理し、第１のパーティションに対しては
削除通知に“０”で埋め尽くされたデータを用い、第２のパーティションに対しては削除
通知に“１”で埋め尽くされたデータを用いるようにしてもよい。この場合の関数ｆは、
例えば、“ｆ（ＬＢＡ）＝０（ＬＢＡ＜Ｃａｐ／２, ｆ（ＬＢＡ）＝１（ＬＢＡ≧Ｃａｐ
／２）”と定義される。Ｃａｐは、ＳＳＤ３の記憶容量である。
【００６９】
また、最適化処理でＳＳＤ３から読み出された論理ページが特定のデータパターンＸ（
Ｘのデータサイズはページサイズと同じ）と同じである場合に、ホスト装置２が削除通知
を行うようにしてもよい。この場合、“関数ｆ＝Ｘ”になっているものとする。この削除
通知をＳＳＤ３が受信した場合、ＳＳＤコントローラ１１は、未書き込み領域読み出し動
作においてＤＲＡＭ１２に格納されたデータパターンＸをホスト装置２に送信する。削除
通知に特定のデータパターンを用いる例は、メモリシステム１が頻繁に同じデータを扱う
場合に特に有効である。  本実施形態では、簡単のため、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの
物理アドレスは管理情報においてＬＢＡに対して直接関連付けられていたが、例えば特開
２００９−２１７６０３号のようにセクタサイズの２以上の自然数倍の管理単位を用いて
ＬＢＡを管理し、ＬＢＡではなく、上記管理単位とＮＡＮＤ型フラッシュメモリとの対応
関係を管理情報に記述するようにしてもよい。ＬＢＡの管理単位などのように、ＮＡＮＤ
型フラッシュメモリの物理アドレスとＬＢＡとの対応関係を記述する管理情報は様々な形
態をとりうるが、物理アドレスとＬＢＡとの対応関係を記述するテーブル（論物変換テー
ブル）の取る形態の詳細は、本実施形態の本質には影響しない。
【００７０】
また、本実施形態においては、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリにホスト装置から受信した
データが書き込まれるとき、ホスト装置から受信したデータそのもの（平文）が記録され
るとしたが、平文をランダマイズしてＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したり、平文を
暗号化してＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したりする場合にも本実施形態は適用可能
である。
【００７１】
［第２の実施形態］
第１の実施形態の最適化処理では、全論理アドレスを読み出すようにしているのに対し
て、第２の実施形態では、ホスト装置２内のＯＳの管理領域にアクセスすることでファイ
ルリストを取得し、ファイル単位で最適化処理を行うようにしている。
【００７２】
図１６は、第２の実施形態に係るホスト装置２の最適化処理を示すフローチャートであ
る。ホスト装置２のＣＰＵ２０は、最適化フラグを監視し（ステップＳ８０）、最適化フ
ラグが立っていることを確認すると、ＯＳからファイル管理情報を取得し、ファイル管理
情報に登録されている全ファイルを最適化対象ファイルリストに追加する（ステップＳ８
１）。最適化対象ファイルリストは、例えばホスト装置２のＤＲＡＭ２３に格納される。
【００７３】
続いて、ＣＰＵ２０は、最適化対象ファイルリストの先頭ファイルを現在ファイルに設
定する（ステップＳ８２）。続いて、ＣＰＵ２０は、現在ファイルを読み出すための読み
出し命令をＳＳＤ３に送信する（ステップＳ８３）。これに対して、ＳＳＤ３は、ホスト
装置２から受信した読み出し命令に従って読み出し処理を行い、読み出しデータをホスト
装置２に送信する。
【００７４】
続いて、ＣＰＵ２０は、ＳＳＤ３から現在ファイルに対応する読み出しデータを受信す
る（ステップＳ８４）。続いて、ＣＰＵ２０は、読み出したファイル内に“０”で埋め尽
くされた論理ページが存在するか否かを判定する（ステップＳ８５）。“０”で埋め尽く
された論理ページが存在する場合、ＣＰＵ２０は、該当する論理ページに対して削除通知
を行う（ステップＳ８６）。これに対して、ＳＳＤ３は、前述した削除通知処理を行う。
【００７５】
続いて、ＣＰＵ２０は、最適化対象ファイルリスト内の次のファイルを現在ファイルに
設定する（ステップＳ８７）。続いて、ＣＰＵ２０は、最適化対象ファイルリスト内の全
ファイルを読み出すまで、ステップＳ８３〜Ｓ８７の処理を繰り返す（ステップＳ８８）
。
【００７６】
以上詳述したように第２の実施形態では、最適化処理において、全論理アドレス空間に
対する読み出し動作を行わず、ホスト装置２上で有効なファイルに対してのみ読み出し動
作を行うようにしている。このため、最適化対象のデータ量を減らすことができるため、
最適化処理にかかる時間を短縮することができる。
【００７７】
この最適化処理は、全ファイルについて行ってもよいし、一部のファイルに限定して行
ってもよい。例えば、最適化処理を行うファイル数を１００００個に限定して行ってもよ
い。その場合、例えば、初回の最適化処理はファイルリスト先頭から１００００個にわた
って実行し、次に最適化フラグが立って最適化処理が開始されると、前回最適化を行った
最後のファイルの次のファイル（例えば、ファイルリストの“０＋１００００＋１”番目
）から１００００個にわたって実行するようにしてもよい。或いは、最適化処理を行うフ
ァイルの容量を１０ギガバイトに限定して行ってもよい。その場合、例えば、初回の最適
化処理はファイルリスト先頭から合計１０ギガバイト分のファイルにわたって実行し、次
に最適化フラグが立って最適化処理が開始されると、前回最適化を行った最後のファイル
の次のファイルから合計１０ギガバイト分のファイルにわたって実行するようにしてもよ
い。このようにして、全ファイルを複数回に分けて最適化処理を行うことで、１回の最適
化処理にかかる時間を短縮することができる。
【００７８】
［第３の実施形態］
第３の実施形態は、最適化フラグ設定処理に関する他の実施例であり、ホスト装置２の
時計が規定の時刻に到達した時に、最適化フラグを立てるようにしている。
【００７９】
図１７は、第３の実施形態に係るホスト装置２の最適化フラグ設定処理を示すフローチ
ャートである。ホスト装置２は、時計を有しており、ホスト装置２のＣＰＵ２０は、この
時計が規定の時刻に到達したか否かを監視している（ステップＳ９０）。規定の時刻に到
達した場合、ＣＰＵ２０は、ＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｃに最適化フラグを立てる。以
後、最適化フラグが立っていることが確認されると、前述した最適化処理が行われる。
【００８０】
第３の実施形態では、メモリシステム１は、ユーザの明示的な指示なしにバックグラウ
ンドで最適化処理を行うことが可能である。
【００８１】
［第４の実施形態］
第４の実施形態は、最適化フラグ設定処理に関する他の実施例であり、ＳＳＤ３からホ
スト装置２へ送信される情報をトリガとして、最適化フラグ設定処理を開始するようにし
ている。ＳＳＤ３からホスト装置２へ送信される最適化処理の実施を促す情報を最適化起
動情報と呼ぶ。ＳＳＤ３内部で管理している情報の一つとして、例えば、フリーブロック
数がある。第４の実施形態では、このフリーブロック数を用いて最適化起動情報を生成す
る。
【００８２】
まずは、ＳＳＤ３側の動作について説明する。図１８は、第４の実施形態に係るＳＳＤ
３の最適化起動情報の生成処理を示すフローチャートである。ＳＳＤコントローラ１１は
、フリーブロック数を監視しており（ステップＳ１００）、フリーブロック数が規定値（
例えば、設計時に予め決められている規定値）を下回った場合、ＳＳＤコントローラ１１
は、ホスト装置２に最適化起動情報を送信する（ステップＳ１０１）。上記規定値として
は、例えば、ＳＳＤ３の書き込み動作において、書き込み速度を一定以上に保つために必
要なフリーブロックの最低数を用いることができる。
【００８３】
次に、ホスト装置２側の動作について説明する。図１９は、ホスト装置２の最適化フラ
グ設定処理を示すフローチャートである。ホスト装置２のＣＰＵ２０は、ＳＳＤ３から最
適化起動情報を受信したか否かを監視している（ステップＳ１１０）。最適化起動情報を
受信すると、ＣＰＵ２０は、ＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｃに最適化フラグを立てる。以
後、最適化フラグが立っていることが確認されると、前述した最適化処理が行われる。
【００８４】
最適化起動情報の監視及び授受には、例えば、メモリの自己診断機能であるS.M.A.R.T
（Self-Monitoring Analysis and Reporting Technology）のコマンドであるSMART READ 
DATA（B0h（D0h））又はベンダー独自のコマンドを用いてもよい。或いは、ＣＰＵ２０は
、例えば、S.M.A.R.TのコマンドであるSMART READ DATA（B0h（D0h））又はベンダー独自
のコマンドを用いてＳＳＤ３のフリーブロック数を直接監視し、フリーブロック数が規定
値（例えば、設計時に予め決められている規定値で、最適化プログラム２３Ｂ上に保持さ
れている）を下回った場合、ＣＰＵ２０がＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｃに最適化フラグ
を立てるようにしてもよい。
【００８５】
第４の実施形態では、ＳＳＤ３側の最適なタイミングで最適化処理を行うことが可能で
ある。
【００８６】
［第５の実施形態］
第５の実施形態は、関数ｆで定義されるデータパターンを、ＳＳＤ３の使用状況に応じ
て変更可能なようにメモリシステム１を構成している。図２０は、第５の実施形態に係る
ホスト装置２の最適化処理を示すフローチャートである。特定のデータパターンをＸと表
記し、“関数ｆ＝Ｘ”になっているものとする。
【００８７】
図２０のステップＳ１２０〜Ｓ１２３は、図１１のステップＳ６０〜Ｓ６３と同じであ
る。続いて、ＣＰＵ２０は、読み出しデータが関数ｆで表されるデータパターンと同じで
あるか否かを判定する（ステップＳ１２４）。読み出しデータが関数ｆで表されるデータ
パターンと同じである場合、ＣＰＵ２０は、読み出した論理アドレス領域に対して削除通
知を行う（ステップＳ１２５）。これに対して、ＳＳＤ３は、前述した削除通知処理を行
う。
【００８８】
続いて、ＣＰＵ２０は、現在論理アドレスにページサイズ分を追加する（ステップＳ１
２６）。続いて、ＣＰＵ２０は、全論理ページを読み出すまで、ステップＳ１２２〜Ｓ１
２６の処理を繰り返す（ステップＳ１２７）。
【００８９】
続いて、ＣＰＵ２０は、全論理アドレス領域のうちデータパターンＸの領域の合計サイ
ズを算出する（ステップＳ１２８）。続いて、ＣＰＵ２０は、全論理アドレス領域のうち
データパターンＸと異なるデータパターンＸ´の領域の合計サイズを算出する（ステップ
Ｓ１２９）。
【００９０】
続いて、ＣＰＵ２０は、データパターンＸ´の合計サイズがデータパターンＸの合計サ
イズより大きいか否かを判定する（ステップＳ１３０）。データパターンＸ´の合計サイ
ズがデータパターンＸの合計サイズ以下である場合、ＣＰＵ２０は、最適化処理を終了す
る。一方、データパターンＸ´の合計サイズがデータパターンＸの合計サイズより大きい
場合、ＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｄに格納されている“関数ｆ＝Ｘ”を“関数ｆ＝Ｘ´
”に書き換える（ステップＳ１３１）。ステップ１３０における判定条件を（データパタ
ーンＸ´の合計サイズ）≧（データパターンＸの合計サイズ）とすると、データパターン
Ｘ´の合計サイズとデータパターンＸの合計サイズがほぼ等しい時に関数ｆの書き換えが
頻繁に発生するため、例えば（データパターンＸ´の合計サイズ）≧１．１×（データパ
ターンＸの合計サイズ）のように、判定条件にマージンを持たせることが望ましい。
【００９１】
現時点では、データパターンＸである論理ページ群については削除通知処理が行われて
いるので、ＳＳＤ３は、この論理ページをアクティブページとして管理していない。この
ため、ＣＰＵ２０は、データパターンＸである論理ページ群についてデータパターンＸに
書き換える書き込み命令をＳＳＤ３に送信する（ステップＳ１３２）。続いて、ＣＰＵ２
０は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の記憶領域１３Ｃに格納されている“関数ｆ＝Ｘ
”を“関数ｆ＝Ｘ´”に書き換える命令をＳＳＤ３に送信する（ステップＳ１３３）。関
数ｆの書き換え命令は、例えばベンダー独自のコマンドを用いてもよい。これに対して、
ＳＳＤ３は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の記憶領域１３Ｃに“関数ｆ＝Ｘ´”を書
き込むとともに、ＤＲＡＭ１２の関数ｆを更新する。
【００９２】
以上詳述したように第５の実施形態によれば、削除通知対象であるデータパターンを変
更することができる。これにより、最も存在確率が高いデータパターンに対して未書き込
み領域読み出し動作が行われることになるので、読み出し動作を高速化することができる
。なお、ファイル単位で最適化処理を行う第２の実施形態に第５の実施形態を適用するこ
とも可能である。
【００９３】
［第６の実施形態］
第６の実施形態は、ＳＳＤ３自身が前述した最適化処理と同じ処理を行うようにしてい
る。図２１は、第６の実施形態に係るメモリシステム１のブロック図である。ＳＳＤ３の
ＤＲＡＭ１２は、最適化フラグを格納する記憶領域１２Ｃを含んでいる。その他の構成は
、図１と同じである。
【００９４】
本実施形態では、ホスト装置２は、最適化プログラム２３Ｂ、最適化フラグ２３Ｃ、及
び関数ｆ（２３Ｄ）を保持しなくてもよい。ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２の
記憶領域１２Ｃに最適化フラグを立てる。
【００９５】
図２２は、ＤＲＡＭ１２に格納される管理テーブルの一部を説明する図である。最適化
処理を重複して行わないために、アクティブページテーブルには、最適化済マークが追加
されていることが望ましい。最適化済マークは、論理アドレスに対応して設けられている
。最適化済マークは、後述する最適化処理が実施されたか否かを判断するための情報であ
る。
【００９６】
ＳＳＤ３の書き込み動作は、第１の実施形態で示した図７のフローチャートと同じであ
る。ただし、図７のステップＳ１６においてアクティブページテーブルを更新する際、最
適化済マーク＝false（偽）を追加する。
【００９７】
次に、最適化処理について説明する。図２３は、ＳＳＤ３の最適化処理を示すフローチ
ャートである。
【００９８】
ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２の記憶領域１２Ｃに最適化フラグが立ってい
ることを確認すると（ステップＳ１４０）、アクティブページテーブルの１行目を現在行
に設定する（ステップＳ１４１）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２か
らアクティブページテーブルの現在行を読み出す（ステップＳ１４２）。
【００９９】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、現在行に含まれる最適化済マークを確認すること
で、現在行が示す物理ページが最適化済みであるか否かを判定する（ステップＳ１４３）
。物理ページが最適化済みである場合（最適化済マーク＝True（真））は、当該物理ペー
ジに対して最適化処理は行われない。一方、物理ページが最適化済みでない場合（最適化
済マーク＝false）、ＳＳＤコントローラ１１は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３から
現在行が示す物理ページを読み出す（ステップＳ１４４）。
【０１００】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、読み出しデータが“０”で埋め尽くされている（
“関数ｆ（ＬＢＡ）＝０”の場合）か否かを判定する（ステップＳ１４５）。読み出しデ
ータが“０”で埋め尽くされている場合、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページ
テーブルから現在行を削除する（ステップＳ１４６）。或いは、現在行の要素に無効なデ
ータを書き込むことで、現在行を無効化してもよい。読み出しデータが“０”で埋め尽く
されていない場合、ＳＳＤコントローラ１１は、現在行の最適化済マークに“True”を書
き込む（ステップＳ１４７）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページテ
ーブルの次の行を現在行に設定する（ステップＳ１４８）。
【０１０１】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ホスト装置２から割込み命令を受信した場合は、
最適化処理を終了すべく、ステップＳ１５１に移行する。ホスト装置２から割込み命令を
受信していない場合は、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページテーブルの全行を
読み出すまで、ステップＳ１４２〜Ｓ１４８の処理を繰り返す（ステップＳ１５０）。続
いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロックテーブル及びフリーブロックテー
ブルを更新する（ステップＳ１５１）。すなわち、アクティブブロックテーブルを参照し
、アクティブページテーブルに要素を持たない物理ブロックをアクティブブロックテーブ
ルから削除してフリーブロックテーブルに追加する。なお、割込み命令が急を要する場合
には、アクティブブロックテーブル及びフリーブロックテーブルの更新を後で行うように
してもよい。
【０１０２】
ＳＳＤ３の読み出し動作及びＮＡＮＤ整理動作については、第１の実施形態と同じであ
る。従って、最適化処理によって削除された論理ページに関してホスト装置２がＳＳＤ３
に読み出し命令を送信すると、図１０の未書き込み領域読み出し動作が行われ、ホスト装
置２は“０”で埋め尽くされたデータをＳＳＤ３から受信する（“関数ｆ（ＬＢＡ）＝０
”の場合）ため、ホスト装置２からみたＳＳＤ３内部のデータは最適化処理前と変わらな
い。一方、未書き込み領域読み出し動作は、既書き込み領域読み出し動作よりも高速に行
われるため、最適化対象の論理ページ読み出しのパフォーマンスは、最適化処理前に比べ
て増大する。また、第６の実施形態によれば、ホスト装置２の処理負担を軽減することが
できる。
【０１０３】
なお、最適化フラグを立てる条件としては、ホスト装置２から、例えばベンダー独自の
コマンドなどによって明示的に指示された場合でもよいし、ホスト装置２から明示的に指
示された場合でなくてもよい。例えば、ホスト装置２から一定期間（例えば１０秒）アク
セスがない場合に、ＳＳＤコントローラ１１がＤＲＡＭ１２の記憶領域１２Ｃに最適化フ
ラグを立てるようにしてもよい。また、第４の実施形態と同様に、ＳＳＤコントローラ１
１は、フリーブロック数を監視しており、フリーブロック数が規定値（例えば、設計時に
予め決められている規定値）を下回った場合に、ＤＲＡＭ１２の記憶領域１２Ｃに最適化
フラグを立てるようにしてもよい。
【０１０４】
上記最適化は、アクティブページテーブルの全要素について行うようにしてもよいが、
一部の要素に限定して行うようにしてもよい。例えば、各最適化動作において、１０００
０個の要素に限定して行うようにしてもよい。この場合、初回の最適化ではアクティブペ
ージテーブルの０番目〜９９９９番目の要素について最適化を行い、次回の最適化では１
００００番目〜１９９９９番目の要素について最適化を行い、次回の最適化では２０００
０番目〜２９９９９番目の要素について最適化を行う、というようにしてもよい。このよ
うにアクティブページテーブルを分割して最適化を行うことで、一回の最適化に要する時
間を短縮することができる。
【０１０５】
なお、上記説明では、未書き込み領域読み出し動作においてＳＳＤコントローラ１１が
ホスト装置２に送信するデータとして“０”で埋め尽くされたデータを用いたが（“関数
ｆ（ＬＢＡ）＝０”の場合）、関数ｆで表されたデータはユーザ側で自由に設定すること
が可能であり、ステップＳ１４５において、データパターンと関数ｆの比較が行われる。
例えば、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝１”と定義することで、“１”で埋め尽くされたデータを
用いてもよい。また、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝ＬＢＡ”と定義することで、“ＬＢＡ”で表
されたデータを用いてもよい。さらに、論理アドレス空間を分割して管理し、第１のパー
ティションに対しては最適化に“０”で埋め尽くされたデータを用い、第２のパーティシ
ョンに対しては最適化に“１”で埋め尽くされたデータを用いるようにしてもよい。この
場合の関数ｆは、例えば、“ｆ（ＬＢＡ）＝０（ＬＢＡ＜Ｃａｐ／２, ｆ（ＬＢＡ）＝１
（ＬＢＡ≧Ｃａｐ／２）”と定義される。Ｃａｐは、ＳＳＤ３の記憶容量である。
【０１０６】
また、ステップＳ１４５で、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３のあるＬＢＡから読み出
されたデータが特定のデータパターンＸ（Ｘのデータサイズはページサイズと同じ）と同
じである場合に、ＳＳＤコントローラ１１が最適化処理を行うようにしてもよい（ステッ
プＳ１４６）。この場合、“関数ｆ＝Ｘ”に該当する。この削除通知をＳＳＤ３が受信し
た場合、ＳＳＤコントローラ１１は、未書き込み領域読み出し動作においてＤＲＡＭ１２
に格納されたデータパターンＸをホスト装置２に送信する。削除通知に特定のデータパタ
ーンを用いる例は、メモリシステム１が頻繁に同じデータを扱う場合に特に有効である。
【０１０７】
本実施形態では、簡単のため、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理アドレスは管理情報
においてＬＢＡに対して直接関連付けられていたが、例えば特開２００９−２１７６０３
号のようにセクタサイズの２以上の自然数倍の管理単位を用いてＬＢＡを管理し、ＬＢＡ
ではなく、上記管理単位とＮＡＮＤ型フラッシュメモリとの対応関係を管理情報に記述す
るようにしてもよい。ＬＢＡの管理単位などのように、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物
理アドレスとＬＢＡとの対応関係を記述する管理情報は様々な形態をとりうるが、物理ア
ドレスとＬＢＡとの対応関係を記述するテーブル（論物変換テーブル）の取る形態の詳細
は、本実施形態の本質には影響しない。
【０１０８】
また、本実施形態においては、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリにホスト装置から受信した
データが書き込まれるとき、ホスト装置から受信したデータそのもの（平文）が記録され
るとしたが、平文をランダマイズしてＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したり、平文を
暗号化してＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したりする場合にも本実施形態は適用可能
である。その際、ステップＳ１４５におけるデータの比較は、復号後の平文について行わ
れることが望ましいが、復号前のランダマイズデータ又は暗号化データについて行っても
よい。
【０１０９】
［第７の実施形態］
第７の実施形態は、ホスト装置がある論理アドレス領域をＳＳＤから読み出したデータ
が比較元データと同一である場合、ホスト装置が上記論理アドレス領域に対して削除通知
を行う。そして、上記論理アドレス領域に対応する論理アドレスを、ＮＡＮＤ型フラッシ
ュメモリ上の物理アドレスを疑似的に割り当てた「比較元データ領域」に対応するよう管
理テーブルを書き換えることで、繰り返しパターンであるようなユーザデータの読み出し
動作を高速化し、ＳＳＤが利用可能なフリーブロックを増加させるようにしている。
【０１１０】
［１．メモリシステムの構成］
比較元データ領域に格納されているデータ（比較元データ）がＮＡＮＤ型フラッシュメ
モリの物理アドレス領域で繰り返し存在する場合、上記物理アドレス領域に対応するＬＢ
Ａ（論理アドレス）は本実施形態により比較元データ領域に全て対応付けられる。これに
より、最大で「（繰り返しデータパターンのデータ量）−（繰り返しデータ領域のデータ
量）」に相当する物理ブロックがフリーブロックとなるため、ＳＳＤコントローラが利用
可能なフリーブロックを増加させることができる。上記比較元データ領域は、ＤＲＡＭな
どのＲＡＭ、ＳＳＤコントローラ内のＬＳＩ若しくはＲＡＭ、又はＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリ上に割り当てられる。それぞれの場合について以下に説明する。なお、本実施形態
では簡単のため、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの最小管理単位は物理ページサイズに等し
いとする（一般的には最小管理単位は物理ページサイズの自然数倍であればよい）。
【０１１１】
＜比較元データ領域がＤＲＡＭ上の場合＞
図２４は、比較元データ領域がＤＲＡＭ１２上に割り当てられる場合のメモリシステム
１のブロック図である。以後、簡単のため、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の個別チッ
プはブロック図から省略する。
【０１１２】
ＤＲＡＭ１２は、比較元データを格納する記憶領域１２Ｄを備えている。ＮＡＮＤ型フ
ラッシュメモリ１３は、バックアップ用の比較元データ（以後、バックアップ比較元デー
タという）を格納する記憶領域１３Ｅを備えている。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の
記憶領域１３Ｅには、工場出荷時に例えば”０”で埋め尽くされたデータのような初期デ
ータが書き込まれている。ＤＲＡＭ１２の記憶領域１２ＤとＮＡＮＤ型フラッシュメモリ
１３の記憶領域１３Ｅとのサイズは等しい。ＳＳＤ３の起動時に、ＳＳＤコントローラ１
１は、バックアップ比較元データをＤＲＡＭ１２に読み出す。
【０１１３】
本実施形態では、第１の実施形態に比べて、物理アドレスのアドレスマッピング方法に
特徴がある。図２５は、物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図である。図２５
の“ｈ”は、１６進数表記を意味している。
【０１１４】
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の全物理ページには物理ブロックＩＤと物理ページア
ドレスとが割り当てられており、全物理ページは互いに区別可能になっている。第１の実
施形態では、物理アドレスにはＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ページのみが割り
当てられていたが、本実施形態では、ＤＲＡＭ１２上の記憶領域１２Ｄ（比較元データ領
域）がＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理アドレスとして割り当てられる。比較元データ
領域の管理単位は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の最小管理単位に等しい、つまり本
実施形態では、物理ページサイズに等しい。
【０１１５】
比較元データ領域の疑似的な物理ブロックＩＤは、アドレスマッピング方式によってＮ
ＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ブロックＩＤと区別できるようになっている。比較
元データ領域が割り当てられているＤＲＡＭ１２の物理アドレス領域はＮＡＮＤ型フラッ
シュメモリの物理ページサイズごとに分割して管理され、ＤＲＡＭ１２の物理アドレスが
小さい順にそれら管理単位に対して疑似的な物理ページアドレスが昇り順で割り当てられ
る。比較元データ領域のサイズがＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ブロックサイズ
より大きい場合は、比較元データ領域が割り当てられているＤＲＡＭ１２の物理アドレス
領域をＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ブロックサイズごとに分割し、ＤＲＡＭ１
２の物理アドレスが小さい順にそれらに対して疑似的な物理ブロックＩＤを昇り順で割り
当て、物理ページアドレスは０〜最大物理ページアドレスを繰り返す。比較元データ領域
に割り当てられている物理ブロックＩＤは、工場出荷時の段階からアクティブブロックテ
ーブルに登録されている。
【０１１６】
比較元データ領域のサイズは、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の最小管理単位の自然
数倍になっている、つまり本実施形態では、物理ページサイズの自然数倍になっている。
比較元データ領域のサイズはＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ブロックのサイズ以
上でもよいし、未満でもよい。以後、本実施形態では簡単のため、比較元データ領域のサ
イズは１物理ページ分とする（図２６）。比較元データ領域のサイズが複数物理ページ分
の場合は、例えば比較元データ領域を物理ページごとに分割して処理すればよいので、実
施形態の本質は同じである。
【０１１７】
＜比較元データ領域がＳＳＤコントローラ上の場合＞
図２７は、比較元データ領域がＳＳＤコントローラ１１上に割り当てられる場合のメモ
リシステム１のブロック図である。
【０１１８】
ＳＳＤコントローラ１１上のＳＲＡＭ（その他のＲＡＭでもよい）又はＬＳＩ（その他
のＲＯＭでもよい）には、比較元データを格納する記憶領域１１Ａ（比較元データ領域）
が割り当てられている。記憶領域１１ＡがＲＡＭの場合は、ＤＲＡＭの場合と同じように
、ＳＳＤ３の起動時に、ＳＳＤコントローラ１１は、バックアップ比較元データを記憶領
域１１Ａに読み出す。記憶領域１１ＡがＲＯＭの場合は、工場出荷時に例えば”０”で埋
め尽くされたデータのような初期データがＲＯＭに書き込まれている。
【０１１９】
図２８に示すように、物理アドレスのマッピングテーブル方式は、前述したＤＲＡＭの
場合と同じである。以後、本実施形態では簡単のため、比較元データ領域のサイズは１物
理ページ分とする（図２９）。
【０１２０】
＜比較元データ領域がＮＡＮＤ型フラッシュメモリ上の場合＞
図３０は、比較元データ領域がＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３上に割り当てられる場
合のメモリシステム１のブロック図である。
【０１２１】
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の一部領域には、比較元データを格納する記憶領域１
３Ｅ（比較元データ領域）が割り当てられている。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の比
較元データ領域には、工場出荷時に例えば”０”で埋め尽くされたデータのような初期デ
ータが書き込まれている。
【０１２２】
図３１は、物理アドレスのマッピングテーブルを説明する図である。ＮＡＮＤ型フラッ
シュメモリ１３の全物理ページには物理ブロックＩＤと物理ページアドレスとが割り当て
られており、かつ、これら物理ページ群の一部が比較元データ領域として割り当てられる
。比較元データ領域における管理単位などのデータ管理方式は、その他のＮＡＮＤ型フラ
ッシュメモリ１３上の領域と同じである。比較元データ領域のサイズは、ＮＡＮＤ型フラ
ッシュメモリ１３の最小管理単位の自然数倍になっている、つまり本実施形態では、物理
ページサイズの自然数倍になっている。比較元データ領域の先頭アドレスは、いずれかの
物理ページの先頭アドレスに等しい（物理ページの途中であってはいけない）。比較元デ
ータ領域に割り当てられている物理ブロックＩＤは、工場出荷時の段階からアクティブブ
ロックテーブルに登録されていることが望ましい。
【０１２３】
比較元データ領域のサイズはＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の物理ブロックのサイズ
以上でもよいし、未満でもよい。以後、本実施形態では簡単のため、比較元データ領域の
サイズは１物理ページ分とする（図３２）。比較元データ領域のサイズが複数物理ページ
分の場合は、例えば比較元データ領域を物理ページごとに分割して処理すればよいので、
実施形態の本質は同じである。
【０１２４】
以上、比較元データ領域がＤＲＡＭ１２、ＳＳＤコントローラ１１、又はＮＡＮＤ型フ
ラッシュメモリ１３上に割り当てられた場合について説明してきたが、いずれの場合であ
っても、比較元データ領域は通常のＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理ページと同等の物
理アドレスマッピングがされ、同等に扱うことができる。よって、以降の説明は、比較元
データ領域が確保される部分（ＤＲＡＭ１２、ＳＳＤコントローラ１１、又はＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１３）に関わらず同じように実施可能である。
【０１２５】
次に、ホスト装置２の構成について説明する。図３３は、ホスト装置２のブロック図で
ある。ＤＲＡＭ２３は、関数ｆの代わりに、比較元データを格納する記憶領域２３Ｅを含
んでいる。その他の構成は、第１の実施形態の図３と同じである。
【０１２６】
ホスト装置２のＣＰＵ２０は、ホスト装置２の起動時又は最適化プログラムの起動時に
、ＳＳＤ３に比較元データを読み出すための読み出し命令を送信し、ＳＳＤ３から読み出
された比較元データをＤＲＡＭ２３の記憶領域２３Ｅに格納する。読み出しには、読み出
しコマンドを用いてもよいし、ベンダー独自のコマンドなどその他のコマンドを用いても
よい。或いは、ホスト装置２に接続された他の外部記憶装置に比較元データを保存してお
き、ホスト装置２の起動時又は最適化プログラムの起動時に、ホスト装置２のＣＰＵ２０
が当該外部記憶装置から比較元データを読み出すようにしてもよい。
【０１２７】
［２．動作］
＜２−１．ＮＡＮＤ整理処理＞
図３４は、ＳＳＤ３のＮＡＮＤ整理処理を示すフローチャートである。ＳＳＤコントロ
ーラ１１は、列番号ｉ＝０、空き領域累積量ｓ＝０に設定する（ステップＳ１６０）。続
いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブロックテーブルの先頭
行を読み出し、物理ブロックＩＤを取得する（ステップＳ１６１）。ステップＳ１６１に
て取得した物理ブロックＩＤを現在物理ブロックＩＤと呼ぶ。
【０１２８】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、図２６、図２９又は図３２のアドレスマッピング
に基づき、現在物理ブロックＩＤが比較元データ領域を含むか否かを判定する（ステップ
Ｓ１６２）。現在物理ブロックＩＤが比較元データ領域を含む場合、ＳＳＤコントローラ
１１は、現在物理ブロックＩＤをインクリメントして、作業対象を次の物理ブロックＩＤ
に移す（ステップＳ１６３）。現在物理ブロックＩＤが比較元データ領域を含まない場合
、第１の実施形態の図８と同様に、ＤＲＡＭ１２からアクティブページテーブルを読み出
し、現在物理ブロックＩＤに含まれる全物理ページアドレスを取得する（ステップＳ１６
４）。このようにして、比較元データ領域はＮＡＮＤ整理対象から除外される。比較元デ
ータ領域はＮＡＮＤ整理対象から除外されるのが望ましいが、比較元データ領域をＮＡＮ
Ｄ整理対象としてもよい。以後のフローは第１の実施形態の図８と同じである。
【０１２９】
＜２−２．削除通知処理＞
次に、ＳＳＤ３の削除通知処理について説明する。図３５は、ＳＳＤ３の削除通知処理
を示すフローチャートである。ＳＳＤ３は、ホスト装置２から削除通知を受信する（ステ
ップＳ１８０）。削除通知には、削除コマンド、及び論理アドレスが含まれる。
【０１３０】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブページテーブルを読
み出す（ステップＳ１８１）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページテ
ーブルにおいて、削除通知によって指定された削除対象となる論理アドレス領域（削除対
象論理領域）を比較元データ領域と関連付ける（ステップＳ１８２）。本実施形態では、
比較元データ領域のサイズは１物理ページ分であるので、削除対象論理領域は１論理ペー
ジ分である。
【０１３１】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブロックテーブルを
読み出す（ステップＳ１８３）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロッ
クテーブルを参照し、アクティブページテーブルに物理ブロックＩＤを持たない物理ブロ
ックをアクティブブロックテーブルから削除してフリーブロックテーブルに追加する（ス
テップＳ１８４）。このように、ＳＳＤ３は、ＮＡＮＤ整理以外に、削除通知処理によっ
てもフリーブロックを確保することができる。
【０１３２】
＜２−３．読み出し動作＞
次に、ＳＳＤ３の読み出し動作について説明する。図３６は、ＳＳＤ３の読み出し動作
を示すフローチャートである。ＳＳＤ３は、ホスト装置２から読み出し命令を受信する（
ステップＳ１９０）。読み出し命令には、読み出しコマンド、及び論理アドレスが含まれ
る。
【０１３３】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２からアクティブブロックテーブルを
読み出し（ステップＳ１９１）、ホスト装置２から受信した論理アドレスに対応する物理
ブロックＩＤを参照する。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページテーブ
ルを読み出し（ステップＳ１９２）、図２６、図２９又は図３２のアドレスマッピングに
基づき、該当する物理アドレスの読み出し動作を行う（ステップＳ１９３）。この時、読
み出し対象がＤＲＡＭ１２やＳＳＤコントローラ１１上の比較元データ領域である場合は
、読み出し動作が高速に行われるため、読み出しパフォーマンスが向上する。そして、Ｓ
ＳＤコントローラ１１は、読み出したデータをホスト装置２に送信する（ステップＳ１９
４）。
【０１３４】
＜２−４．最適化処理＞
次に、ホスト装置２の最適化処理について説明する。図３７は、ホスト装置２の最適化
処理を示すフローチャートである。最適化フラグの設定処理は、これまでに述べたホスト
装置２の処理と同様である。
【０１３５】
ホスト装置２のＣＰＵ２０は、最適化フラグを監視し（ステップＳ２００）、最適化フ
ラグが立っていることを確認すると、現在論理アドレスを０に設定する（ステップＳ２０
１）。続いて、ＣＰＵ２０は、現在論理アドレスからページサイズ分のデータ、すなわち
現在論理アドレスから１つの論理ページ分を読み出すための読み出し命令をＳＳＤ３に送
信する（ステップＳ２０２）。これに対して、ＳＳＤ３は、ホスト装置２から受信した読
み出し命令に従って読み出し処理を行い、読み出しデータをホスト装置２に送信する。
【０１３６】
続いて、ＣＰＵ２０は、ＳＳＤ３から１つの論理ページ分の読み出しデータを受信する
（ステップＳ２０３）。続いて、ＣＰＵ２０は、読み出しデータがＤＲＡＭ２３の記憶領
域２３Ｅに格納された比較元データと一致しているか否かを判定する（ステップＳ２０４
）。読み出しデータが比較元データと一致している場合、ＣＰＵ２０は、読み出した論理
アドレス領域に対して削除通知を行う（ステップＳ２０５）。これに対して、ＳＳＤ３は
、前述した削除通知処理を行う。
【０１３７】
続いて、ＣＰＵ２０は、現在論理アドレスにページサイズ分を追加する（ステップＳ２
０６）。続いて、ＣＰＵ２０は、全論理ページを読み出すまで、ステップＳ２０２〜Ｓ２
０６の処理を繰り返す（ステップＳ２０７）。最適化を行うＬＢＡ領域は全ＬＢＡ領域で
あってもよいし、ＬＢＡ領域の一部であってもよい。
【０１３８】
この最適化処理によって削除通知処理が行われた論理ページ群は、ＳＳＤ３内の比較元
データ領域の物理アドレスに関連付けられることになる。削除通知処理が行われた論理ペ
ージに関してホスト装置２がＳＳＤ３に読み出し命令を送信すると、比較元データをＳＳ
Ｄ３から受信するため、ホスト装置２からみたＳＳＤ内部のデータは最適化処理前と変わ
らない。一方、比較元データ領域がＳＳＤ３側のＤＲＡＭやＳＳＤコントローラに存在す
る場合、比較元データの読み出し動作は高速に行われるため、削除通知対象の論理ページ
読み出しのパフォーマンスは、最適化処理前に比べて増大する。
【０１３９】
［３.効果］
以上詳述した第７の実施形態によれば、以下のような効果が得られる。
【０１４０】
ホスト装置２上で有効なユーザデータのうち比較元データと同じである論理アドレス領
域に関して、ホスト装置２からＳＳＤ３に対して削除通知を送信する。これにより、削除
通知が行われた論理アドレスがＳＳＤ３内の比較元データ領域の物理アドレスに関連付け
られる。そして、削除通知処理が行われたユーザデータをＳＳＤ３側のＤＲＡＭやＳＳＤ
コントローラに存在する比較元データ領域から読み出すことで、当該ユーザデータの読み
出し動作を高速化することができる。
【０１４１】
また、最適化処理を行うことでフリーブロックを確保することができるため、最適化処
理後は書き込み動作のパフォーマンスが向上し、かつＳＳＤ３の信頼性劣化が軽減する。
本実施形態の効果は、ホスト装置２上で有効なユーザデータのうち比較元データに一致す
るデータが多ければ多いほど効果が増大する。
【０１４２】
［４.実施例］
（実施例１）
第８の実施形態に第２の実施形態を適用してもよい。すなわち、実施例１は、第２の実
施形態と同様に、ホスト装置内のＯＳの管理領域にアクセスすることでファイルリストを
取得し、ファイル単位で最適化処理を行うようにしている。
【０１４３】
図３８は、実施例１に係るホスト装置２の最適化処理を示すフローチャートである。フ
ァイル単位でＳＳＤ３から読み出しデータを受信する工程は、第２の実施形態の図１６と
同じである。
【０１４４】
続いて、ホスト装置２のＣＰＵ２０は、読み出したファイル内に比較元データと一致す
る論理ページが存在するか否かを判定する（ステップＳ２１５）。比較元データと一致す
る論理ページが存在する場合、ＣＰＵ２０は、該当する論理ページに対して削除通知を行
う（ステップＳ２１６）。これに対して、ＳＳＤ３は、前述した削除通知処理を行う。そ
の後の工程は、第２の実施形態の図１６と同じである。
【０１４５】
以上詳述したように実施例１では、最適化処理において、全論理アドレス空間に対する
読み出し動作を行わず、ホスト装置２上で有効なファイルに対してのみ読み出し動作を行
うようにしている。このため、最適化対象のデータ量を減らすことができるため、最適化
処理にかかる時間を短縮することができる。最適化を行うファイルは全ファイルであって
もよいし、一部のファイルであってもよい。
【０１４６】
（実施例２）
ＳＳＤ上の比較元データ、及びホスト装置上の比較元データは、工場出荷後に書き換え
られてもよい。図３９は、実施例２に係るホスト装置２の比較元データ書き換え処理を示
すフローチャートである。
【０１４７】
ホスト装置２のＣＰＵ２０は、例えばユーザの指示に応答して、ＤＲＡＭ２３の記憶領
域２３Ｅに格納された旧比較元データを新比較元データに書き換える（ステップＳ２２０
）。続いて、ＣＰＵ２０は、比較元データを書き換えるための書き換え命令、及び比較元
データをＳＳＤ３に送信する（ステップＳ２２１）。比較元データを書き換えるための書
き換え命令は、通常の書き込み命令でもよいし、ベンダー独自の命令などその他命令でも
よい。
【０１４８】
図４０は、実施例２に係るＳＳＤ３の比較元データ書き換え処理を示すフローチャート
である。ＳＳＤ３は、ホスト装置２から比較元データの書き換え命令、及び比較元データ
を受信する（ステップＳ２３０）。
【０１４９】
ＳＳＤ３の比較元データを書き換える場合、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３のデータ
に矛盾が生じないようにする必要がある。そこで、ＳＳＤコントローラ１１は、旧比較元
データに関連付けられた論理ページに旧比較元データを書き込む（ステップＳ２３１）。
例えば、ＳＳＤコントローラ１１は、旧比較元データをＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３
の論理アドレス領域のうち旧比較元データに関連付けられた論理ページの数だけ複製し、
これら論理ページに旧比較元データを書き込む。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、Ｎ
ＡＮＤ型フラッシュメモリ１３やＤＲＡＭ１２の比較元データ領域を新比較元データに書
き換える（ステップＳ２３２）。
【０１５０】
本実施形態では、簡単のため、各種物理アドレスは管理情報においてＬＢＡに対して直
接関連付けられていたが、例えば特開２００９−２１７６０３号のようにセクタサイズの
２以上の自然数倍の管理単位を用いてＬＢＡを管理し、ＬＢＡではなく、上記管理単位と
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリとの対応関係を管理情報に記述するようにしてもよい。ＬＢ
Ａの管理単位などのように、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理アドレスとＬＢＡとの対
応関係を記述する管理情報は様々な形態をとりうるが、物理アドレスとＬＢＡとの対応関
係を記述するテーブル（論物変換テーブル）の取る形態の詳細は、本実施形態の本質には
影響しない。
【０１５１】
また、本実施形態においては、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリにホスト装置から受信した
データが書き込まれるとき、ホスト装置から受信したデータそのもの（平文）が記録され
るとしたが、平文をランダマイズしてＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したり、平文を
暗号化してＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したりする場合にも本実施形態は適用可能
である。
【０１５２】
［第８の実施形態］
第８の実施形態は、第７の実施形態で示した比較元データに関する最適化処理をＳＳＤ
３自身が行うようにしている。ＳＳＤ３が備える比較元データ領域の構成は第７の実施形
態と同じであり、ＳＳＤ３が備える比較元データ領域は、ＤＲＡＭなどのＲＡＭ、ＳＳＤ
コントローラ内のＬＳＩ若しくはＲＡＭ、又はＮＡＮＤ型フラッシュメモリ上に割り当て
られる。また、第７の実施形態と同様に、本実施形態では簡単のため、比較元データ領域
のサイズは１物理ページ分とする。
【０１５３】
図４１は、第８の実施形態に係るＳＳＤ３の最適化処理を示すフローチャートである。
ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２の記憶領域１２Ｃに最適化フラグが立っている
ことを確認すると（ステップＳ２４０）、アクティブページテーブルの１行目を現在行に
設定する（ステップＳ２４１）。続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、ＤＲＡＭ１２から
アクティブページテーブルの現在行を読み出す（ステップＳ２４２）。
【０１５４】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、現在行が示す物理アドレスが比較元データ領域で
あるか否かを判定する（ステップＳ２４３）。現在行が示す物理アドレスが比較元データ
領域である場合は、当該物理アドレスに対して最適化処理は行われない。一方、現在行が
示す物理アドレスが比較元データ領域でない場合は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３か
ら現在行が示す物理ページを読み出す（ステップＳ２４４）。
【０１５５】
続いて、ＳＳＤコントローラ１１は、読み出しデータが比較元データと一致しているか
否かを判定する（ステップＳ２４５）。読み出しデータが比較元データと一致している場
合、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブページテーブルの現在行に、比較元データ領
域に疑似的に割り当てられた物理ブロックＩＤ、及び比較元データ領域に疑似的に割り当
てられた物理ページアドレスを書き込む（ステップＳ２４６）。読み出されたデータが比
較元データ領域のデータに一致しない場合は、当該物理ページに対して最適化処理は行わ
れない。
【０１５６】
その後、第６の実施形態の図２３と同様に、アクティブページテーブルの全行に対して
最適化処理が行われる。最適化処理は一部の行について行われてもよい。続いて、ＳＳＤ
コントローラ１１は、アクティブブロックテーブル及びフリーブロックテーブルを更新す
る（ステップＳ２５０）。すなわち、ＳＳＤコントローラ１１は、アクティブブロックテ
ーブルを参照し、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の比較元データ領域以外の領域のうち
アクティブページテーブルに要素を持たない物理ブロックに関して、アクティブブロック
テーブルから削除してフリーブロックテーブルに追加する。なお、割込み命令が急を要す
る場合には、アクティブブロックテーブル及びフリーブロックテーブルの更新を後で行う
ようにしてもよい。
【０１５７】
ＳＳＤ３の読み出し動作及びＮＡＮＤ整理動作については、第７の実施形態と同じであ
る。
【０１５８】
以上詳述したように第８の実施形態によれば、比較元データ領域のデータと同じデータ
を有する物理ページが複数ある場合、最適化処理により複数の論理アドレス（ＬＢＡ）が
単一の比較元データ領域に関連付けられることになる。上記論理アドレスに関連付けられ
ていた物理ページは解放されることになり、それによりフリーブロックを新たに確保でき
た場合は、最適化処理後は書き込み動作のパフォーマンスが向上し、かつＳＳＤ３の信頼
性劣化が軽減する。
【０１５９】
また、比較元データ領域がＲＡＭ上やＳＳＤコントローラ上に確保されている場合は、
比較元データ領域に関連付けられた論理アドレスに関してホスト装置２がＳＳＤ３に読み
出し命令を送信すると、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の読み出しが伴う読み出し動作
よりも高速に読み出し動作が行われる。これにより、読み出しパフォーマンスが向上する
。本実施形態の効果は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３に書き込まれたデータのうち比
較元データ領域に一致するデータが多ければ多いほど増大する。
【０１６０】
なお、第７の実施形態と同様に、ＳＳＤ上の比較元データは、工場出荷後に書き換える
ようにしてもよい。この場合は、旧比較元データをＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３の論
理アドレス領域のうち旧比較元データに関連付けられた論理ページの数だけ複製し、これ
ら論理ページに旧比較元データを書き込む。その後、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１３や
ＤＲＡＭ１２の比較元データ領域を新比較元データに書き換えることで、データに矛盾が
生じない。
【０１６１】
また、最適化フラグを立てる条件としては、ホスト装置２から明示的に指示された場合
に限らない。すなわち、第６の実施形態と同様に、ホスト装置２から一定期間（例えば１
０秒）アクセスがない場合に最適化フラグを立てるようにしてもよいし、フリーブロック
数が規定値（例えば、設計時に予め決められている規定値）を下回った場合に最適化フラ
グを立てるようにしてもよい。
【０１６２】
本実施形態では、簡単のため、各種物理アドレスは管理情報においてＬＢＡに対して直
接関連付けられていたが、例えば特開２００９−２１７６０３号のようにセクタサイズの
２以上の自然数倍の管理単位を用いてＬＢＡを管理し、ＬＢＡではなく、上記管理単位と
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリとの対応関係を管理情報に記述するようにしてもよい。ＬＢ
Ａの管理単位などのように、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理アドレスとＬＢＡとの対
応関係を記述する管理情報は様々な形態をとりうるが、物理アドレスとＬＢＡとの対応関
係を記述するテーブル（論物変換テーブル）の取る形態の詳細は、本実施形態の本質には
影響しない。
【０１６３】
また、本実施形態においては、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリにホスト装置から受信した
データが書き込まれるとき、ホスト装置から受信したデータそのもの（平文）が記録され
るとしたが、平文をランダマイズしてＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したり、平文を
暗号化してＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記憶したりする場合にも本実施形態は適用可能
である。その際、ステップＳ２４５におけるデータの比較は、復号後の平文について行わ
れることが望ましいが、復号前のランダマイズデータまたは暗号化データについて行って
もよい。
【０１６４】
［第９の実施形態］
第１乃至６の実施形態では、ホスト装置（情報処理装置）内又はＳＳＤ内の関数ｆ（Ｌ
ＢＡ）を用いて最適化処理を行っている。第９の実施形態では、最適化プログラム設計時
、製品設計時若しくは工場出荷前において、又は工場出荷後において関数ｆ（ＬＢＡ）を
決定する手法について説明する。特に、ＳＳＤにインストールするＯＳやシステム構成が
決定しているときは、それらシステムに対して最適な関数ｆ（ＬＢＡ）を最適化プログラ
ム設計時、製品設計時若しくは工場出荷前に設定しておくことが望ましい。
【０１６５】
（実施例１）
図４２は、論理アドレス及びデータの一例を示す図である。ＳＳＤの論理アドレス領域
は、論理アドレス（ＬＢＡ）によってホスト装置に認識される。論理アドレスは１セクタ
が最小管理単位となっており、１セクタは例えば５１２バイトである。図４２のように、
各セクタに対し論理アドレス（0000h、0001h、0002h、・・・、ba02h、・・・）が割り当
てられている。
【０１６６】
図４２は、あるＳＳＤ搭載パーソナルコンピュータにおいて、予めＯＳやその他ソフト
ウェアをインストールしておいてから出荷する場合に、ＳＳＤに出荷前に書き込まれるデ
ータパターンの例である。或いは、実際には書かれていなくても、エンドユーザが書き込
むであろうデータを想定して（シミュレートして）以下のように関数ｆ（ＬＢＡ）を決定
してもよい。
【０１６７】
ＳＳＤは例えば出荷前にフルフォーマットが行われ、全論理アドレス領域に０データが
書き込まれる。その後、ＳＳＤにＯＳやその他ソフトウェアがインストールされ、一部セ
クタに０でないデータが書き込まれる（図４２のＬＢＡ＝0000h、0001h、0003h、ba02hな
ど）。書き込みが行われていない論理アドレスに関しては“０”で埋め尽くされた１セク
タ長のデータ（0-fillセクタ）が書き込まれたままである（図４２のＬＢＡ＝0002h、000
4h、0005h、ba03hなど)。ＬＢＡ＝ba03h以降はデータが書かれておらず、全て0-fillセク
タのままである。
【０１６８】
全論理アドレスを読み出して、0-fillセクタと比較することで、図４３のような0-fill
セクタの存在確率分布を導くことができる。また、比較時に、0-fillセクタとなっている
セクタ数合計を全論理アドレス領域の合計容量で割ると、正味の0-fillセクタの割合を導
くことができる。
【０１６９】
関数ｆ（ＬＢＡ）＝０００・・・０（固定値、０は５１２バイト分の繰り返し)とする
ことで、最大で0-fillセクタとなっているセクタ数合計相当のブロックを開放してフリー
ブロックを確保することができる。
【０１７０】
また、最適化処理は、この正味の0-fillセクタの割合が有意であるとき（例えば５％以
上であるとき）にのみ行うようにしてもよい。また、関数ｆ（ＬＢＡ）の書き換えは、こ
の正味の0-fillセクタの割合が有意であるとき（例えば５％以上であるとき）にのみ行う
ようにしてもよい。0-fillセクタの割合が有意であるかどうかの基準は、例えば、以下の
ように決定される。
【０１７１】
（１）書き込み応答時間が所定値（例えば仕様書に提示されたスペック）以下となるこ
とを保証できるためのフリーブロックの全容量に占める割合
（２）Write Amplification（ＷＡ）が所定値以下となることを保証できるためのフリ
ーブロックの全容量に占める割合
なお、上記ＷＡは以下のようにして定義される。
【０１７２】
ＷＡ＝（ＮＡＮＤ型フラッシュメモリに書き込まれたデータの総サイズ）／（ホスト装
置からＳＳＤに転送された書き込みデータの総サイズ）
又は、
ＷＡ＝（ブロックの総消去回数）×（ブロックサイズ）／（ホスト装置からＳＳＤに転
送された書き込みデータの総サイズ）
なお、上記“ＮＡＮＤ型フラッシュメモリに書き込まれたデータの総サイズ”は、ユー
ザデータだけでなく、管理情報、ＥＣＣの冗長データ、暗号化キーなど、ユーザデータ以
外のデータも含むことが望ましい。
【０１７３】
（実施例２）
図４４は、関数ｆ（ＬＢＡ）が固定値とならない例である。ある論理アドレス領域では
あるデータパターンが頻発し、ある論理アドレス領域では別のデータパターンが頻発する
というように、論理アドレス領域によって頻発する繰り返しパターンが異なる場合がある
。図４４のように、論理アドレス領域の前半では0-fillセクタが多数存在する一方、論理
アドレス領域の後半では1-fillデータ（全ビットが“１”で埋め尽くされたデータ、１６
進数で表すとfで埋め尽くされたデータということになる）が多数存在するよう場合を考
える。
【０１７４】
0-fillセクタの存在確率分布及び1-fillセクタの存在確率分布は図４５のようになる。
この場合、関数ｆ（ＬＢＡ）＝０００・・・０（固定値）としたり、関数ｆ（ＬＢＡ）＝
１１１・・・１（固定値）とするよりも、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝０００・・・０ｈ（ＬＢ
Ａ≦c000h），ｆ（ＬＢＡ）＝１１１・・・１ｈ（ＬＢＡ≦c000h）”のように、関数ｆ（
ＬＢＡ）を２つの論理アドレス領域で異なる値とするほうが、解放できるセクタ数が多く
なるため望ましい。
【０１７５】
（実施例３）
図４６は、３つの論理アドレス領域で頻発するデータが異なる場合である。0-fillセク
タの存在確率分布、320a-fillセクタ（320aデータで埋め尽くされた１セクタ長のデータ
）の存在確率分布、及び1-fillセクタの存在確率分布は図４７のようになる。この場合、
“関数ｆ（ＬＢＡ）＝０００・・・０ｈ（ＬＢＡ≦7fffh），ｆ（ＬＢＡ）＝３２０ａ３
２０ａ・・・３２０ａｈ（8000h≦ＬＢＡ≦c000h），ｆ（ＬＢＡ）＝１１１・・・１ｈ（
ＬＢＡ≦c001h）”のように、関数ｆ（ＬＢＡ）を３つの論理アドレス領域で異なる値と
するほうが、解放できるセクタ数が多くなるため望ましい。
【０１７６】
（実施例４）
実施例４では、論理アドレス領域をサイズＬごとに分割した管理単位を用いる。サイズ
ＬはＬＢＡの最小単位以上である。関数ｆ（ＬＢＡ）は管理単位の内部では一定値をとる
が、異なる管理単位間では関数ｆ（ＬＢＡ）は異なってもよい。先頭の管理単位では関数
ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ０（固定値）、次の管理単位では関数ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ１（固定値）、
・・・というようになる。この場合の関数ｆ（ＬＢＡ）は、以下のように表される。
【０１７７】
“ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ０（０≦ＬＢＡ≦Ｌ−１，ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ１（Ｌ≦ＬＢＡ≦２Ｌ
−１），ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ２（２Ｌ≦ＬＢＡ≦３Ｌ−１，・・・，Ｄｋ（ｋＬ≦ＬＢＡ≦
（ｋ＋１）Ｌ−１），・・・”
Ｄｋ（ｋ＝０、１、・・・）は、サイズがＬの任意のデータパターンである。
【０１７８】
Ｄｋ（ｋ＝０、１、・・・）の選び方には任意性があり、最適なＤｋを選ぶことで最適
な関数ｆ（ＬＢＡ）が決定される。Ｄｋの各種候補に対して、ＳＳＤの出荷前検査装置、
情報処理装置のＣＰＵ、又はＳＳＤコントローラは、以下の手法で点数付けを行う。
【０１７９】
（１）  各種セクタごとのデータを読み出す（又は、セクタの整数倍ごとにデータを読
み出してもよいし、管理単位ごとにデータを読み出してもよい）
（２）  （１）で読み出したデータが関数ｆ（ＬＢＡ）に等しいか否かを判定する（セ
クタの整数倍ごとにデータを読み出した場合は、その中の全セクタが関数ｆ（ＬＢＡ）に
等しいか否かを判定する）
（３）  等しい場合は１点、等しくない場合は０点と点数をつける
（４）  ＳＳＤの全論理アドレス領域に対して点数付けを行い、点数の合計を算出する
（代表して一部領域のみについて点数付けを行ってもよい）
そして、もっとも高得点となったＤｋが最適ということになり、このＤｋを用いて最適
な関数ｆ（ＬＢＡ）が決定される。例えば、Ｌ＝１２８ＭｉＢ（ＭｉＢ＝1,048,576バイ
ト）とすると、ＳＳＤの全論理アドレス領域を始端から均等に１２８ＭｉＢごとに区切り
、それぞれの区画を読み出し、区画内全データが関数ｆ（ＬＢＡ）に等しいか否かを判定
し、等しい場合は１点加算し、合計点数を計算する。その点数計算を例えば（Ｄ０，Ｄ１
，・・・）＝（0000・・・，0000・・・，・・・），（FFFF・・・，FFFF・・・，・・・
），（FFFF・・・，0000・・・，・・・），（0000・・・，FFFF・・・，・・・）のよう
な複数の候補について行い、もっとも得点の高い候補を最適な（Ｄ０，Ｄ１，・・・）と
して選定して関数ｆ（ＬＢＡ）を決定する。
【０１８０】
（実施例５）
実施例４では、管理単位として固定長に区切った区画を用いたが、可変長に区切った区
画を管理単位として用いてもよい。この場合の関数ｆ（ＬＢＡ）は、以下のように表され
る。
【０１８１】
“ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ０（Ｌ０＝０≦ＬＢＡ≦Ｌ１−１，ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ１（Ｌ１≦Ｌ
ＢＡ≦Ｌ２−１），ｆ（ＬＢＡ）＝Ｄ２（Ｌ２≦ＬＢＡ≦Ｌ３−１，・・・，Ｄｋ（Ｌｋ
≦ＬＢＡ≦Ｌ（ｋ＋１）−１），・・・”
Ｄｋ（ｋ＝０、１、・・・）は、サイズがＬの任意のデータパターンである。“Ｌ０＜Ｌ
１＜Ｌ２＜・・・Ｌｋ＜・・・”である。
【０１８２】
（実施例６）
実施例６は、同一データで埋め尽くされているセクタが少ないため、前述の手法を適用
しても十分な効果が得られないが、データとＬＢＡとに一定の相関がある場合のケースで
ある（図４８）。このような場合には、より一般的な関数ｆ（ＬＢＡ）の決定手法を用い
ることが好ましい。例えば、複数の関数ｆ（ＬＢＡ）の候補を用意し、それぞれのｆ（Ｌ
ＢＡ）に対して前述の点数付けを行い、もっとも高得点のｆ（ＬＢＡ）を最適なｆ（ＬＢ
Ａ）として決定する。実施例６では、図４９に示すように、データとＬＢＡとに一定の相
関があるセクタが解放される。
【０１８３】
（実施例７）
例えば、２種類のパラメータａ，ｂについて、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝ａ×ＬＢＡ＋ｂ”
を定義し、パラメータａ，ｂを振ったものを関数ｆ（ＬＢＡ）の候補として用いる。そし
て、もっとも高得点の（ａ，ｂ）を求め、もっとも高得点の（ａ，ｂ）を用いて関数ｆ（
ＬＢＡ）を決定してもよい。
【０１８４】
図５０は、実施例７に係る関数ｆ（ＬＢＡ）の決定方法を説明する図である。図５０に
は、パラメータｂがｂ１、ｂ２、ｂ３の場合を図示している。パラメータａを変えると、
（ａ，ｂ）＝（ａ０，ｂ２）がもっとも得点の高い。よって、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝ａ０
×ＬＢＡ＋ｂ２”が算出される。
【０１８５】
より一般的には、ＬＢＡがＳＡＴＡ規格において一般的な４８ビットＬＢＡである場合
にはＬＢＡ＝（ｄ０，ｄ１，ｄ２，・・・，ｄ４７）ｔという列数４８のベクトルとし（
tは転置記号）、Ａを５１２×４８の行列とし、ｂを列数４０９６（１セクタ＝５１２バ
イト＝４０９６ビット）のベクトルとすることで、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝Ａ×ＬＢＡ＋ｂ
”というように関数ｆ（ＬＢＡ）を列数４０９６のベクトル形式で取得してもよい。この
場合、ベクトルｆ（ＬＢＡ）の１列目が１ビット目のデータに、２列目が２ビット目のデ
ータに、・・・、という対応関係がある。
【０１８６】
さらに一般的には、ＬＢＡがｎビットで記述されるとき、ＬＢＡ＝（ｄ０，ｄ１，ｄ２
，・・・，ｄｎ−１）ｔという列数ｎのベクトルとし、Ａをｎ×ｍの行列とし、ｂを列数
ｍのベクトルとすることで、“関数ｆ（ＬＢＡ）＝Ａ×ＬＢＡ＋ｂ”というように関数ｆ
（ＬＢＡ）を列数ｍのベクトル形式で取得してもよい。
【０１８７】
上記各実施形態で説明したコントローラの処理は、プログラムで実現することも可能で
ある。プログラムのフローチャートは、上記各実施形態で示したフローチャートを使用す
ることができる。
【０１８８】
上記各実施形態では、不揮発性記憶装置３としてＳＳＤを例に挙げて説明したが、ＳＳ
Ｄ以外の不揮発性記憶装置に広く適用可能であり、例えば、磁性媒体（プラッタ）を用い
たハードディスクドライブ（ＨＤＤ）や、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリと磁性媒体（プラ
ッタ）の両方を用いたハイブリッドハードディスクドライブ（ハイブリッドＨＤＤ）に適
用することも可能である。
【０１８９】
本発明のいくつかの実施形態を説明したが、これらの実施形態は、例として提示したも
のであり、発明の範囲を限定することは意図していない。これら新規な実施形態は、その
他の様々な形態で実施されることが可能であり、発明の要旨を逸脱しない範囲で、種々の
省略、置き換え、変更を行うことができる。これら実施形態やその変形は、発明の範囲や
要旨に含まれるとともに、特許請求の範囲に記載された発明とその均等の範囲に含まれる
。
【符号の説明】
【０１９０】
１…メモリシステム、２…ホスト装置、３…ＳＳＤ、１０…インターフェースコントロ
ーラ、１１…ＳＳＤコントローラ、１２…ＤＲＡＭ、１３…ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ
、２０…ＣＰＵ、２１…サウスブリッジ、２２…ノースブリッジ、２３…ＤＲＡＭ、２４
…表示コントローラ、２５…ディスプレイ、２６…ＢＩＯＳ−ＲＯＭ、２７…ＬＡＮコン
トローラ、２８…ＵＳＢコントローラ、２９…キーボード、３０…マウス、３１…光学ド
ライブ、４０…情報処理装置本体、４１…マザーボード、４２…電源装置、５０…情報処
理装置本体、５１…ディスプレイユニット、５２…電源スイッチ、５３…タッチパッド。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
2014059889.tif 000015
【図１４】
2014059889.tif 000016
【図１５】
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【図１６】
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【図１７】
2014059889.tif 000019
【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
2014059889.tif 000022
【図２１】
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【図２２】
2014059889.tif 000024
【図２３】
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【図２４】
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【図２５】
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【図２６】
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【図２７】
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【図２８】
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【図２９】
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【図３０】
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【図３１】
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【図３２】
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【図３３】
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【図３４】
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【図３５】
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【図３６】
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【図３７】
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【図３８】
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【図３９】
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【図４０】
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【図４１】
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【図４２】
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【図４３】
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【図４４】
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【図４５】
2014059889.tif 000047
【図４６】
2014059889.tif 000048
【図４７】
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【図４８】
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【図４９】
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【図５０】
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