在早期的一代商业闪速存储器系统中，将一存储单元矩形阵列划分为大量单元群 组，其中每一单元群组均存储一标准磁盘驱动器扇区的数据量，即512个字节。通常 在每一群组中还包含额外量的数据(例如16个字节)，以存储一错误修正码(ECC)及 可能其他与用户数据及与存储该用户数据的存储单元群组有关的开销数据。每一此类 群组中的存储单元均为可一同擦除的最小数量的存储单元。换句话说，擦除单位实际 上是存储有一个数据扇区及所包含的任何开销数据的存储单元数量。此种类型存储器 系统的实例阐述于美国专利第5,602,987号及第6,426,893号中。闪速存储器的一特性 是在以数据对存储单元再编程之前需要擦除存储单元。
闪速存储器系统最常以存储卡或闪速驱动器的形式来提供，其以可抽换方式连接 各种各样的主机(例如个人计算机、照相机或类似装置)，但也可嵌于此类主机系统中。 在传统系统中，当将数据写入至存储器时，主机通常在存储器系统中一连续的虚拟地 址空间内为扇区、群集或其他数据单位指配唯一的逻辑地址。如磁盘操作系统(DOS) 一样，主机将数据写入存储器系统的逻辑地址空间内的地址中并自所述地址中读取数 据。该存储器系统内的控制器将自主机接收的逻辑地址转换为存储器阵列内实际存储 有数据的物理地址，并随后记录所述地址转换。存储器系统的数据存储容量至少与在 为该存储器系统界定的整个逻辑地址空间内可寻址的数据量一样大。
在随后的几代闪速存储器系统中，擦除单位的大小增大至由足以存储多个数据扇 区的存储单元形成的区块。尽管存储器系统所连接到的主机系统可按小的最小单位(例 如扇区)对数据进行编程及读取，然而在闪速存储器的单个擦除单位中要存储大量的 扇区。随着主机对逻辑数据扇区的更新或替换，区块内的某些数据扇区常常会变得过 时。由于必须将整个区块擦除才能覆写存储于所述区块中的任何数据，因而新的或更 新后的数据通常存储于另一已得到擦除并具有用于所述数据的剩余容量的区块中。该 过程使原始区块带有过时数据，该等过时数据会占用存储器内的宝贵空间。但是，如 果其中剩余任何有效数据，则该区块便不能被擦除。
因此，为更好地利用存储器的存储容量，常常通过将有效的局部区块数据量复制 至一被擦除区块中来合并或收集所述有效的局部区块数据量，以便可随后擦除从其复 制这些数据的区块并重新利用其整个存储容量。为以数据扇区的逻辑地址的次序来划 分区块内的数据扇区，也需要复制数据，因为这会提高读取数据及将所读取数据传送 至主机的速度。如果此种数据复制进行得过于频繁，则存储器系统的操作性能可能会 变差。当存储器的存储容量几乎不大于主机可通过所述系统的逻辑地址空间所定址的 数据量时(这是一种典型的情形)，此尤其会影响存储器系统的操作。在此种情形中， 可能需要进行数据合并或收集才能执行主机编程命令。此时，编程时间会变长。
在连续的几代存储器系统中，为增大可在一既定半导体区域中存储的数据位数， 区块的大小一直在增大。存储256个数据扇区或更多数据扇区的区块正在变得日益常 见。另外，常常将不同阵列或子阵列的两个、四个或更多个区块在逻辑上链接成元块， 以增大数据编程及读取的平行度。与这样大容量的操作单元相伴而来的是在有效地对 其进行操作方面所面临的挑战。
发明内容
目前已开发出许多技术以在不同程度上克服在有效地操作这样大的擦除区块闪 速存储器系统方面所遇到的某些问题。本发明另一方面通过改变存储器与主机系统之 间的数据传送接口而采用一种更基本的方法。其并非如当前所进行的一样使用虚拟地 址空间内的逻辑地址在存储器与主机系统之间传送数据，而是通过由主机所指配的文 件名以及文件内的偏移地址来标识数据文件。存储器系统由此得知每一扇区或其他数 据单位所属的主机文件。本文所论述的文件单位是一有序(例如通过具有顺序性的偏 移地址)且由在主计算系统中运行的应用程序所创建并唯一标识的数据集合。
当前的商业存储器系统并不采用这种方法，因为主机现在通过共用的一组逻辑地 址集合向存储器系统标识所有文件内的数据，而不标识文件。通过以文件对象识别主 机数据而非使用逻辑地址，存储器系统控制器可以一种会降低如此频繁地进行数据合 并及收集的需要的方式来存储数据。数据复制操作的频率以及所复制的数据量由此会 显著减小，从而增强存储器系统的数据编程及读取性能。进一步，所述存储器系统控 制器维护其中存储主机文件的存储区块的目录及索引表信息。因而无需使主机维护当 前为管理逻辑地址接口所需的文件分配表(FAT)。
本发明的其他方面、优点、特征及细节包含于下文对本发明实例性实例的说明中， 该说明应结合附图一起阅读。

图1示意性地图解说明如当前所实施的主机及所连接的非易失性存储器系统；
图2是用作图1所示非易失性存储器的一实例性闪速存储器系统的方块图；
图3是可用于图2所示系统中的存储单元阵列的代表性电路图；
图4图解说明图2所示系统的一实例性实体存储器组织形式；
图5显示图4所示实体存储器的一部分的展开图；
图6显示图4及5所示实体存储器的一部分的又一展开图；
图7图解说明主机与可再编程存储器系统之间的常见现有技术逻辑地址接口；
图8以不同于图7的方式图解说明主机与可再编程存储器系统之间的常见现有技 术逻辑地址接口；
图9图解说明根据本发明主机与可再编程存储器系统之间的直接文件存储接口；
图10以不同于图9的方式图解说明根据本发明主机与可再编程存储器系统之间 的直接文件存储接口；
图11显示一实例性存储器系统的功能层次；
图12A-12E给出一组实例性的直接文件接口命令；
图13A-13D显示将数据文件直接写入存储器内的四个不同实例；
图14A-14E显示一将单个数据文件直接写入存储器内的序列；
图15显示对图14E中所示数据文件进行垃圾收集的结果；
图16给出常见区块的一实例；
图17图解说明将一共用数据群组编程至数个开放共用区块之一内；
图18显示将数据元页编程至非易失性存储器内不同文件中的数个实例；
图19图解说明一文件索引表(FIT)的结构以及来自图14A、14C、14E及15所 示实例的表项；
图20概念性地图解说明一实例性文件检索数据结构；
图21显示图20所示文件目录的页的结构；
图22显示图20所示文件索引表的页的结构；
图23显示作为对图21所示结构的替代，图20所示文件目录的页的结构；
图24图解说明图21及23所示文件目录的操作；
图25图解说明图22所示文件索引表的操作；
图26是一流程图，其显示本文所述存储器系统的总体操作顺序；
图27是图26所示“读取文件数据”区块的流程图；
图28是图26所示“对文件数据编程”区块的流程图；
图29图解说明包含于图28所示流程图中的两个操作的相对定时；
图30是图26所示“删除文件”区块的流程图；
图31是图26所示“垃圾收集”区块的流程图；
图32是图31所示“共用区块垃圾收集”区块的流程图；及
图33是在本文实例性存储器系统的所述操作期间存储单元区块的状态图。

闪速存储器系统大体说明
参照图1-8来说明当前的闪速存储器系统及与主机装置的典型操作。本发明的各 个方面即可构建于此一系统中。图1所示主机系统1将数据存储于闪速存储器2中并 从闪速存储器2检索数据。尽管闪速存储器可嵌于主机内，然而图中将存储器2图解 说明为更流行的卡形式，此种卡形式通过机械及电连接器的配合部件3及4可拆卸地 连接至主机。当前存在诸多不同的市售闪速存储卡，其实例为小型闪存卡(CF)、多媒 体卡(MMC)、安全数字(SD)卡、迷你SD卡、存储棒、智能媒体卡及TransFlash卡。 尽管这些卡中的每一个均根据其标准化规范而具有唯一的机械及/或电接口，然而每一 卡中所包含的闪速存储器均极为相似。这些卡均可自SanDisk公司(本申请案的受让 人)购得。SanDisk还以其Cruzer商标提供一组闪速驱动器，其为小封装形式的手持 存储器系统，其具有一用于通过插入主机的USB插孔内而与主机相连接的通用串行总 线(USB)。这些存储卡及闪速驱动器中的每一个均包含与该主机介接并控制其中的闪 速存储器作业的控制器。
使用此类存储卡及闪速驱动器的主机系统数量众多且多种多样。其包括个人计算 机(PC)、膝上型计算机及其他便携式计算机、蜂巢式电话、个人数字助理(PDA)、数字 照相机、数字摄像机及便携式声频播放器。通常，主机包含一用于一个或多个类型的 存储卡或闪速驱动器的内建插孔，但有些需要使用适配器来承插存储卡。
就存储器2而言，图1所示主机系统1可视为具有两个主要部件，该两个主要部 件是由电路与软件组合构成。其为应用程序部分5以及与存储器2介接的驱动器部分 6。例如，在个人计算机中，应用程序部分5可包含一运行字处理、图形、控制或其他 流行应用程序软件的处理器。在照相机、蜂窝式电话或者其他主要专用于执行单组功 能的主机系统中，应用程序部分5包括用于操作照相机进行拍照及存储照片、操作蜂 窝式电话拨打及接收电话等等的软件。
图1所示存储器系统2包括闪速存储器7及电路8，二者均介接所述卡所连接到 的主机，以来回传递数据并控制存储器7。在数据编程及读取期间，控制器8通常在 由主机1所用数据的逻辑地址与存储器7的物理地址之间进行转换。
参见图2，对可用作图1所示非易失性存储器2的典型闪速存储器系统的电路进 行说明。所述系统控制器通常构建于单个集成电路芯片11上，集成电路芯片11通过 系统总线13与一个或多个集成电路存储器芯片并联，在图2中是显示单个此种存储器 芯片15。所示特定总线13包含单独的一组用于载送数据的导体17、一组用于存储器 地址的导体19以及一组用于控制及状态信号的导体21。另一选择为，可使单组导体 在这三种功能之间分时共享。此外，可采用系统总线的其他配置，例如在2004年8 月9日提出申请且名称为“环形总线结构及其在闪速存储器系统中的应用(Ring Bus Structure and It′s Use in Flash Memory Systems)”的第10/915,039号美国专利申请案中 所述。
典型的控制器芯片11具有其自身的内部总线23，内部总线23通过接口电路25 介接系统总线13。通常连接至所述总线的主要功能是处理器27(例如微处理器或微控 制器)、包含用于将系统初始化(“引导”)的只读存储器(ROM)29、主要用于缓冲 在存储器与主机直接传送的数据的只读存储器(RAM)31、以及电路33，电路33为 在存储器与主机之间通过控制器的数据计算及检查纠错码(ECC)。控制器总线23通 过电路35介接一主机系统，在包含于一存储卡中的图2所示系统情形中，这是通过所 述卡中作为连接器4一部分的外部触点37来实现。时钟39与控制器11的每一其他组 件相连并供所述每一其他组件使用。
存储器芯片15以及与系统总线13相连的任何其他存储器芯片通常包含一组织成 多个子阵列或平面形式的存储单元阵列，为简明起见，在图中显示两个此种平面41 及43，但也可改为使用更多个(例如四个或八个)此种平面。另一选择为，芯片15 的存储器单元阵列可不划分成平面。然而，当如此划分时，每一平面均具有其自身的 可相互独立操作的列控制电路45及47。电路45及47从系统总线13的地址部分19 接收其各自存储单元阵列的地址，并将其解码，以对特定的一个或多个各自位线49 及51进行寻址。响应于在地址总线19上接收到的地址而通过行控制电路对字线53 进行寻址。源极电压控制电路57及59也与各自平面相连，p-阱电压控制电路61及 63也是如此。如果存储器芯片15具有单个存储单元阵列，且如果在系统中存在两个 或更多个此种芯片，则每一芯片的阵列均可类似于上述多平面芯片内的平面或子阵列 进行操作。
数据通过与系统总线13的数据部分17相连的各自数据输入/输出电路65及67 传送入及传送出平面41及43。电路65及67使得通过各自的列控制电路45及47既 能够将数据编程入存储单元内，又能够从其各自平面的存储单元中读取数据。
尽管控制器11控制存储器芯片15的操作，以对数据编程、读取数据、擦除及照 管各种内务，然而每一存储器芯片还包含某些用于从控制器11执行命令的控制电路来 执行这些功能。接口电路73连接至系统总线13的控制及状态部分21。来自控制器的 命令提供至状态机75，状态机75随后提供对其他电路的特定控制，以便执行这些命 令。控制线77-81将状态机75与这些其他电路相连，如在图2中所示。来自状态机 75的状态信息通过线83传送至接口73，以便通过总线部分21传输至控制器11。
存储单元阵列41-43的NAND架构在当前是较佳的，当然还可改为使用例如NOR 等其他架构。作为存储器系统的一部分的NAND闪速存储器及其操作的实例可通过参 考美国专利第5,570,315号、第5,774,397号、第6,046,935号、第6,373,746号、第 6,456,528号、第6,522,580号、第6,771,536号及第6,781,877号及美国专利申请公开 案第2003/0147278号而获得。
图3的电路图图解说明一实例性NAND阵列，其是图2所示存储器系统的存储 单元阵列41的一部分。提供大量的全局位线，然而为使解说简明起见，在图2中仅显 示四个此种线91-94。若干个串联连接的存储单元串97-104连接于这些位线之一与一 参考电位之间。使用存储单元串99作为代表性实例，多个电荷存储存储单元107-110 与所述串两端处的选择晶体管111及112串联连接。当使串的选择晶体管导电时，所 述串便连接于其位线与参考电位之间。随后每次对该串内的一个存储单元进行编程或 读取。
图3所示字线115-118分别贯穿若干存储单元串中每一者内一个存储单元的电荷 存储元件，且栅极119及120控制所述串每一端处的选择晶体管的状态。使共享共用 字线及控制栅极线115-120的存储单元串形成一被一同擦除的存储单元区块123。该单 元区块包含可同时被物理擦除的最小数量的单元。每次对沿其中一条字线115-118的 一行存储单元进行编程。通常，以一规定次序对NAND阵列中的各行进行编程，在本 实例中是从最接近于连接至地或另一共用电位的串的端部的沿字线118的行开始。接 下来编程沿字线117的存储单元行，依此类推而贯穿整个区块123。最后，对沿字线 115的行进行编程。
第二个区块125与此类似，其存储单元串与第一个区块123中的串连接至相同的 全局位线，但具有不同的一组字线及控制栅极线。字线及控制栅极线由行控制电路55 驱动至其恰当的操作电压。如果在系统中存在不止一个平面或子阵列，例如图2中的 平面1及2，则一个存储器架构使用在其间延伸的共用字线。另一选择为，可存在不 止两个共享共用字线的平面或子阵列。在其他存储器架构中，分别驱动各单独平面或 子阵列的字线。
如在上文所提及的几个NAND专利及公开申请案中所述，可对存储器系统进行 操作，以在每一电荷存储元件或区域中存储不止两个可检测的电荷电平，从而在每一 者中存储不止一个数据位。存储单元的电荷存储元件最常为导电性浮动栅极，但也可 为非导电性介电电荷陷获材料，如在第2003/0109093号美国专利申请公开案中所述。
图4概念性地图解说明在下文进一步说明中用作一实例的闪速存储单元阵列7(图 1)的组织形式。四个存储单元平面或子阵列131-134可位于单个集成存储单元芯片上、 两个芯片(每一芯片上两个平面)上或四个单独芯片上。该特定排列对下文说明而言 并不重要。当然，在一系统中还可存在其他数量的平面，例如1个、2个、8个、16 个或更多个。所述平面分别划分成在图4中由矩形所显示的存储单元区块，例如分别 位于平面131-134内的区块137、138、139及140。每一平面内可存在数十个或数百 个区块。如上文所述，存储单元区块是擦除单位，即可一同进行物理擦除的最小数量 的存储单元。然而，为增强平行性，各区块是以更大的元块单元形式操作。将来自每 一平面的一个区块在逻辑上链接在一起而形成一元块。图中显示四个区块137-140形 成一个元块141。一元块内的所有单元通常被一同擦除。用于形成元块的各区块不必 限定于在其各自平面内位于相同的相对位置上，如在由区块145-148所构成的第二元 块143中所显示。尽管通常较佳可使元块遍布在所有平面上，然而为获得高的系统性 能，可使存储器系统在操作时能够动态地形成由不同平面内一个、两个或三个区块中 的任何或所有区块组成的元块。此使元块的大小能够更密切地匹配在一次编程作业内 可供存储的数据量。
出于操作目的，如在图5中所图解说明，又将各个区块划分成存储单元页。例如， 区块131-134中每一者的存储单元均被划分为八个页P0-P7。或者，每一区块内可存 在16个、32个或更多个存储单元页。页是区块内的数据编程及读取单位，其含有可 同时编程的最小数据量。在图3所示的NAND架构中，页是由区块内沿一字线的存储 单元形成。然而，为增强存储器系统操作的平行性，可将两个或更多个区块内的此类 页在逻辑上链接成元页。图1D中图解说明一个元页151，其是由四个区块131-134 中每一个中的一个物理页形成。元页151(例如)包含这四个区块中每一个中的页面 P2，但一个元页中的各页未必必须在每一区块内具有同一相对位置。尽管较佳在所有 四个平面中平行地对最大数据量实施编程及读取，然而为获得高的系统性能，还可操 作存储器系统以由不同平面内各单独区块中的一个、两个或三个页中的任何或所有页 形成元页。此使编程及读取作业能够自适应性地与可便于平行处理的数据量相匹配， 并减少其中元页的一部分仍保持未以数据编程的情形。
如在图5中所示，一由多个平面的物理页形成的元页包含沿那些多个平面的字线 行的存储单元。并非同时将一个字线行中的所有单元编程，其更通常是以两个或更多 个交错的群组实施交替编程，其中每一群组均存储一数据页(位于单个区块中)或一 数据元页(跨越多个区块)。通过每次对交替的存储单元实施编程，将不需要为每一条 位线提供一由包含数据寄存器及感测放大器的周边电路形成的单元，而是在相邻位线 之间分时共享该单元。此会节约周边电路所需的衬底空间大小并能够沿各个行以增大 的密度包装存储单元。相反，为使一既定存储器系统可提供的平行性最大化，较佳同 时编程沿一行的每一单元。
参照图3，通过沿NAND串的至少一端提供两行选择晶体管(未显示)而非图中 所示的单个行，会最方便地实现对沿一行的每隔一个存储单元的同时数据编程。随后， 响应于一个控制信号，一行中的各选择晶体管在区块中每隔一个串地连接至其各自的 位线，且响应于另一控制信号，另一行的各选择晶体管在每隔一个串中间连接至其各 自的位线。因此，在每一行存储单元中写入两个数据页。
每一逻辑页中的数据量通常是一个或多个数据扇区的整数倍，按照惯例，每一扇 区包含512个字节的数据。图6显示一页或元页的数据中两个扇区153及155的逻辑 数据页。每一扇区通常包含一由512个字节的所存储用户或系统数据形成的部分157 及另一数量的开销数据字节159，该另一数量的开销数据字节159与所述部分157中 的数据相关或者与存储所述数据的物理页或区块相关。开销数据的字节数量通常是16 个字节，从而使每一扇区153及155总共为528个字节。开销部分159可包含一在编 程期间根据数据部分157计算出的ECC、其逻辑地址、所述区块已被擦除及再编程的 次数的经验计数值、一个或多个控制旗标、工作电压电平、及/或类似内容、加上一根 据此开销数据159计算出的ECC。另一选择为，可将开销数据159或其一部分存储于 其他区块的不同页中。
随着存储器平行性的增大，元块的数据存储容量会增大且因此数据页及元页的大 小也会增大。数据页可因而包含多于两个数据扇区。由于一数据页中具有两个扇区， 且每一元页具有两个数据页，因而在一元页中存在四个扇区。每一元页因此存储2048 个字节的数据。这是一较高的平行度，且可能会随着各行中存储单元数量的增大而更 进一步增大。出于此种原因，为增大页及元页中的数据量，闪速存储器的宽度正在扩 大。
可购得的上文所识别的小型可再编程非易失性存储卡及闪速驱动器的数据存储 容量为512兆字节(MB)、1吉字节(GB)、2GB及4GB，且可变得更高。图7图解说 明主机与此一大容量存储器系统之间最常见的接口。该主机处理由该主机所执行的应 用软件或固件程序所产生或使用的数据文件。字处理数据文件即为一实例，且计算机 辅助设计(CAD)软件的制图文件为另一实例，其主要见于一般计算机主机(例如PC、 膝上型计算机及类似装置)内。pdf格式的文档也是此类文件。静态数字摄像机为存 储于存储卡上的每一照片产生一数据文件。蜂窝式电话利用来自一内部存储卡上的文 件(例如电话目录)的数据。PDA存储并使用几个不同文件，例如地址文件、日历文 件及类似文件。在任一此类应用中，存储卡还可含有用于操作主机的软件。
在图7中图解说明主机与存储器系统之间的常用逻辑接口。一连续逻辑地址空间 161大到足以为所有可存储于存储器系统内的数据提供地址。主机地址空间通常被划 分为数据群集的递增量。每一群集均可在一既定主机系统内设计成含有一定数量的数 据扇区，通常为4至64个扇区不等。一标准扇区含有512个字节的数据。
图7的实例中显示已创建了三个文件1、2及3。一在主机系统上运行的应用程序 以一有序数据集形式来创建每一文件，并通过唯一名称或其他参引方式来识别该文件。 由主机为文件1指配尚未分配给其他文件的足够大的可用逻辑地址空间。图中显示已 为文件1指配一连续的可用逻辑地址范围。通常还将某些地址范围分配给特定用途， 例如为主机操作软件分配一特定范围，从而即使在主机正为数据指配逻辑地址时所述 地址尚未得到利用，也不会使用所述地址来存储所述数据。
当此后主机创建一文件2时，主机同样地指配逻辑地址空间161内两个不同的连 续地址范围，如图7中所示。无需为一文件指配连续逻辑地址，而是还可分配位于已 分配给其他文件的地址范围中间的地址片断。此实例随后显示，将主机地址空间中先 前未分配给文件1及2及其他数据的其他部分分配给由主机创建的再一文件3。
该主机通过保持一文件分配表(FAT)来记录存储器逻辑地址空间，其中该主机 指配给各种主机文件的逻辑地址均保持于该文件分配表中。FAT表通常存储于非易失 性存储器中及一主机存储器中，并当存储新文件、删除其他文件、修改文件及进行此 类作业时由主机频繁地加以更新。例如，当删除一主机文件时，该主机随后通过更新 FAT表而将先前分配给所删除文件的逻辑地址解除分配，以显示其现在可供用于其他 数据文件。
主机并不关心存储器系统控制器选择用于存储所述文件的物理位置。典型的主机 仅知晓其逻辑地址空间及其已分配给其各文件的逻辑地址。另一方面，通过一典型主 机/卡接口，存储器系统仅知晓逻辑地址空间中已被写入数据的部分，但不知晓分配给 特定主机文件的逻辑地址，或甚至主机文件数量。存储器系统控制器106将主机所提 供的用于存储或检索数据的逻辑地址转换成存储有主机数据的闪速存储单元阵列内的 唯一物理地址。一区块163表示一由存储器系统控制器保持的关于这些逻辑-物理地址 转换的工作表。
存储器系统控制器编程成以一种使系统性能保持处于高水平的方式将数据文件 存储于一存储器阵列165的区块及元块内。在此图解说明中使用四个平面或子阵列。 较佳在由每一平面中的一区块所形成的整个元块中以系统所允许的最大平行度来编程 及读取数据。通常分配至少一个元块167作为一预留区块来存储存储器控制器所使用 的操作固件及数据。可分配另一元块169或多个元块来存储主机操作软件、主机FAT 表及此类数据。大多数物理存储空间仍用于存储数据文件。然而，存储器系统控制器 并不知晓主机是如何在其各个文件对象之间分配所接收的数据。通常，存储器控制器 从与主机的交互作用中仅获知：主机写入至特定逻辑地址的数据是存储于由控制器的 逻辑-物理地址表163所保持的对应物理地址中。
在一典型存储器系统中，除所需区块以外还提供几个额外区块的存储容量以存储 地址空间161内的数据量。可提供这些额外区块中的一个或多个作为冗余区块来取代 可能在存储器使用寿命期间变得有缺陷的其他区块。包含于各个元块内的区块的逻辑 群组通常可出于多种原因而改变，包括用一冗余区块替代一最初指配给该元块的缺陷 区块。通常在一已擦除区块池内保持有一个或多个额外区块，例如元块171。当主机 将数据写入存储器系统时，控制器将主机所指配的逻辑地址转换为已擦除区块池内一 元块中的物理地址。随后将未用于存储逻辑地址空间161内的数据的其他元块擦除并 指定为已擦除池区块，以供在下一数据写入操作期间使用。
在原始所存储数据变得过时时，存储于特定主机逻辑地址处的数据会频繁地受到 新数据的覆写。存储器系统控制器响应于此而将新数据写入已擦除区块中并随后针对 那些逻辑地址来改动逻辑-物理地址表，以识别那些逻辑地址处的数据所存储至的新物 理区块。包含位于那些逻辑地址处的原始数据的区块然后被擦除并可供用于存储新数 据。若在写入开始之前在来自已擦除区块池的预先擦除区块中不存在足够的存储容量， 则常常必须在可完成一当前数据写入操作之前进行此种擦除。此可不利地影响系统的 数据编程速度。存储器控制器通常仅当主机将新数据写入至其相同逻辑地址时才知晓 主机已使一既定逻辑地址处的数据过时。因此，存储器的许多区块可能正在存储此种 无效数据达一定时间。
为有效地利用集成电路存储器芯片的面积，区块及元块的尺寸正在增大。此使大 部分单独数据写入所存储的数据量小于一元块的存储容量，且在许多情形中甚至小于 一区块的存储容量。由于存储器系统控制器通常将新数据指引至已擦除池元块，因此 此可导致元块的某些部分未得到填充。若新数据是存储于另一元块中的某些数据的更 新值，则来自该另一元块中具有与新数据元页邻接的逻辑地址的其余有效数据元页页 也较佳地以逻辑地址次序复制至新元块内。旧元块可保持其他有效数据元页。此会随 着时间而使一单独元块的某些元页的数据变得过时且无效，并被写入至一不同元块的 具有相同逻辑地址的新数据所取代。
为保持足以在整个逻辑地址空间161内存储数据的物理存储器空间，周期性地压 缩或合并(垃圾收集)此种数据。还希望尽可能地以与数据扇区的逻辑地址相同的次 序将数据扇区保持于元块内，因为此会使读取邻接逻辑地址中的数据更为有效。因此， 通常以该额外目标来实施数据压缩及垃圾收集。当接收到局部区块数据更新值时对存 储器实施管理的某些方面以及元块的使用阐述于第6,763,424号美国专利中。
数据压缩通常涉及到从元块中读取所有有效数据元页并将其写入至新区块中，在 该过程中忽略具有无效数据的元页。具有有效数据的元页也较佳以与其中所存储数据 的逻辑地址次序相一致的物理地址次序进行排列。占据新元块的元页数量将小于占据 旧元块的元页数量，这是因为包含无效数据的元页不被复制至新元块中。旧区块随后 被擦除并可供用于存储新数据。通过合并所获得的额外元页的容量随后可用于存储其 他数据。
在垃圾收集期间，从两个或更多个元块收集具有邻接或接近邻接的逻辑地址的有 效数据元页，并将其重写至另一元块内，通常是被擦除区块池中的一个元块内。当从 所述原始的两个或更多个元块复制出所有有效数据元页时，其便可被擦除以供将来使 用。
数据合并及垃圾收集会耗用时间并可影响存储器系统的性能，特别是当需要进行 数据合并或垃圾收集才能执行来自主机的命令时。这些操作通常由存储器系统控制器 进行调度，以尽可能地在后台进行，但执行这些操作的需要可能导致控制器须向主机 发出忙状态信号，直到此种操作完成为止。可将主机命令的执行延迟的一实例是：在 被擦除区块池中没有足够的预先被擦除元块来存储主机想要写入至存储器中的所有数 据，且需要进行垃圾收集来清空一个或多个随后可被擦除的有效数据元块。因此，为 使此种破坏最小化，一直在关注对存储器控制的管理。在如下各美国专利申请案中阐 述了许多这种技术：2003年12月30日提出申请且名称为“对具有大擦除区块的非易 失性存储器系统的管理(Management of Non-Volatile Memory Systems Having Large Erase Blocks)”的第10/749,831号申请案；2003年12月30日提出申请且名称为“具 有区块管理系统的非易失性存储器及方法(Non-Volatile Memory and Method with Block Management System)”的第10/750,155号申请案；2004年8月13日提出申请且名称 为“存储器平面对齐的非易失性存储器(Non-Volatile Memory and Method with Memory Planes Alignment)”的第10/917,888号申请案；2004年8月13日提出申请的第 10/917,867号申请案；2004年8月13日提出申请且名称为“进行分阶段编程故障处理 的非易失性存储器及方法(Non-Volatile Memory and Method with Phased Program Failure Handling)”的第10/917,889号申请案；以及2004年8月13日提出申请且名称 为“带控制数据管理的非易失性存储器(Non-Volatile Memory and Method with Control Data Management)”的第10/917,725号申请案。
在有效控制具有极大擦除区块的存储器阵列的操作方面所面临的一个调整是使 在一既定写入操作期间所存储的数据扇区数量与存储器区块的容量及边界一致并对 齐。一种方法是以不到最大数量的元块来配置一用于存储来自主机的新数据的元块， 所述不到最大数量的元块是为存储不到能填充一完整元块的量的数据量所需的。自适 应性元块的使用阐述于2003年12月30日提出申请且名称为“自适应性元块(Adaptive Metablocks)”的第10/749,189号美国专利申请案中。数据区块之间边界与元块之间物 理边界的配合阐述于2004年5月7日提出申请的第10/841,118号专利申请案以及2004 年12月16日提出申请且名称为“数据运行编程(Data Run Programming)”的第 11/016,271号专利申请案中。
为更有效地操作存储器系统，存储器控制器也可使用来自FAT表的数据，所述 FAT表由主机存储于非易失性存储器中。一个此种用途是获知主机何时通过解除数据 的逻辑地址而将数据标识为过时。得知此时刻便使存储器控制器能够在其通常通过主 机向那些逻辑地址写入新数据而获知此时刻之前对擦除包含此种无效数据的区块进行 调度。此阐述于2004年7月21日提出申请且名称为“用于在非易失性存储器系统上 保持数据的方法及装置(Method and Apparatus for Maintaining Data on Non-Volatile Memory Systems)”的第10/897,049号美国专利申请案中。其他技术包括监测主机向存 储器写入新数据的图案，以推断一既定写入操作是否为单个文件，或者如果是多个文 件，则这些文件之间的边界位于何处。2004年12月23日提出申请且名称为“进行FAT 分析来实现最佳化依序群集管理(FAT Analysis for Optimized Sequential Cluster Management)”的第11/022,369号美国专利申请案即阐述了此种类型技术的应用。
为有效地操作存储器系统，希望使控制器尽可能多地得知由主机指配给其各个文 件的数据的逻辑地址。然后，由控制器将数据文件存储于单个元块或元块群组内，而 非在不知道文件边界时分散于较大数量的元块中。结果使数据合并及垃圾收集操作的 数量减少。如此一来，存储器系统的性能便得到提高。但如上文所述，当主机/存储器 接口包含逻辑地址空间161(图7)时，存储器控制器很难得知关于主机数据文件结构 的很多知识。
参见图8，其以不同方式图解说明在图7中所已显示的典型逻辑地址主机/存储器 接口。由主机为主机所产生的数据文件分配逻辑地址。存储器系统随后查看这些逻辑 地址并将其映射入实际存储有数据的存储单元块的物理地址。
对实例性基于文件的接口实施例的说明
主机与用于存储大量数据的存储器系统之间的改良接口使得无需使用逻辑地址 空间。主机通过唯一的文件ID(或另一唯一的参考量)及数据单元(例如字节)在文 件内的偏移地址对每一文件进行寻址。该文件地址是直接提供给存储器系统控制器， 存储器系统控制器然后保持其自己的关于实际上在何处存储每一主机文件的数据的 表。该新的接口可使用与上文参照图2-6所述的相同的存储器系统来构建。与上文所 述的主要区别是存储器系统与主机系统进行通信的方式。
该基于文件的接口图解说明于图9中，应将其与图7所示逻辑地址接口相比较。 文件1、2及3中每一者的标识及数据在图9所示文件内的偏移量直接传递至存储器控 制器。然后，由一存储器控制器功能173将该逻辑地址信息转换成存储器165的元块 及元页的物理地址。
在图10中还图解说明基于文件的接口，应将其与图8所示逻辑地址接口相比较。 在图10中不存在图8所示逻辑地址空间及主机所保持的FAT表。而是，通过文件号 及数据在文件内的偏移量来向存储器系统识别主机所产生的数据文件。然后，存储器 系统将文件直接映射至存储单元阵列的物理区块。
参见图11，其图解说明本文所述的一实例性大容量存储系统的各功能层。其为“直 接文件存储后端系统”，是本说明的主要说明对象。此处于存储器系统的操作内，且通 过“直接文件接口”以及“基于文件的前端系统”、经由基于文件的接口信道与主机系 统进行通信。每一主机文件均例如通过文件名来唯一地识别。文件内的数据是通过在 该文件所独有的线性地址空间内的偏移地址来识别。无需为存储器系统界定逻辑地址 空间。
命令
来自主机系统的一组直接文件接口命令支持存储器系统的操作。实例性的一组此 种命令在图12A-12E中给出。这些只是简要概述，以供在本说明其余部分中作参考。 图12A列示用于根据所界定的协议使数据在主机与存储器系统之间传送的主机命令。 指定文件()中在该文件内处于特定偏移量()处的数据或者被写入至 存储器系统，或者从存储器系统读出。在传输写入(Write)、插入(Insert)或更新(Update) 命令之后，从主机向存储器系统传输数据，且存储器系统通过将所述数据写入其自己 的存储器阵列中而作出响应。主机传输读取(Read)命令会使存储器系统通过将指定 文件的数据发送至主机而作出响应。如果存储器系统保持一指针来标识可存储所述文 件的额外数据的下一存储位置，则无需随写入命令发送数据偏移量。然而，如果写入 命令包含在早已写入的文件内的偏移位置，则存储装置可将其解译为一用于更新在该 偏移位置处开始的文件数据的命令，从而无需一单独的更新命令。对于读取命令，如 果要读取整个文件，则主机无需规定时间偏移量。这些图12A所示数据命令之一的执 行是响应于主机系统传输任何其他命令而结束。
另一数据命令是移除(Remove)命令。不同于图12A中的其他数据命令，在移 除命令后不进行数据传输。其作用是使存储器系统将所规定偏移量1与偏移量2之间 的数据标记为过时。然后，在对存在过时数据的文件或区块的下一次数据压缩或垃圾 收集期间，移除这些数据。
图12B列示用于管理存储器系统内的文件的主机命令。当主机要将新文件的数据 写入于存储器系统中时，其首先发出打开(Open)命令，且存储器系统通过打开新文 件来作出响应。通常将规定可同时保持打开的文件的数量。当主机关闭文件时，关闭 (Close)命令将告知存储器系统其用于保持所打开文件的资源可改向。存储器系统通 常将立即对此一文件进行调度来进行垃圾收集。对于所说明的直接文件接口，垃圾收 集是以逻辑方式得到管理并主要对文件执行，而非以物理方式对各单独存储单元区块 执行。关闭_之后(Close_after)命令向存储器系统发出文件即将被关闭的通知。文件 删除(file Delete)命令使存储器系统根据所规定优先权规则立即对包含所要擦除文件 中的数据的存储单元区块进行调度。擦除(Erase)命令规定将所规定文件的数据从存 储器中立即擦除。
删除命令与擦除命令之间的主要区别是将优先权赋予擦除指定文件的数据。主机 可使用擦除命令在最早可行的时刻移除存储器中的安全数据或敏感数据，而删除命令 则使该数据以较低的优先权被擦除。在将存储器系统断电时使用擦除命令会在从主机 取出存储装置之前移除敏感数据，且由此防止在下一次使用所述存储装置期间将该数 据散布给其他用户或者主机系统。这两个命令均较佳在后台执行，即不会放慢主数据 命令的执行(图12A)。总之，自主机接收到另一命令将通常使存储器控制器结束任何 后台操作。
涉及到存储器系统内的目录的主机命令列示于图12C中。每一目录命令均包括对 该命令所属的目录的标识()。尽管存储器系统控制器保持所述目录，然 而关于所述目录以及所述目录的名称的命令是由主机系统提供。存储器控制器依照存 储于存储器系统中的固件、使用主机所提供的目录名称来执行这些命令。
参数可以是文件的完整路径名、或者文件的某个简短标识符-在本文中 称作文件句柄(file_handle)。文件路径名与某些命令相结合地提供至图11所示的直接 文件接口。这使得当文件首次打开时能够在文件目录中创建完全显式的条目，并使得 当打开现有文件时能够存取文件目录中的正确现有条目。文件路径名语法可符合DOS 文件系统所使用的标准。路径名描述目录的层次及位于目录最低层内的文件。路径段 可由“\”来划界。带有前缀“\”的路径是以根目录为基准。而不带有前缀“\”的路 径则以当前目录为基准。一“..”段则表示当前目录的母目录。
另一选择为，打开的文件可由一文件_句柄参数来标识，该文件_句柄参数是在首 次创建所述文件时由存储装置指配。所述存储装置可此后每当主机打开所述文件时将 简短的文件名称传送至主机。主机可此后将所述文件_句柄与打开的文件的写入、插入、 更新、读取、关闭及关闭_之后命令一起使用。主机对文件的存取通常将比使用完整路 径名时快，因为不需要在文件目录的层次中进行导航。当使用打开命令首次打开文件 时，通常使用完整路径名，因为存储器系统可能尚未为该文件指配文件_句柄。但是如 果已经具有，则可使用文件_句柄。对于图12A及12B中利用文件ID的其余删除及擦 除命令，则较佳使用完整的文件路径名作为一种安全措施来防止主机提供不正确的文 件_句柄。主机会更难无意间产生一与现有的但非指定的文件相匹配的不正确路径名。
通过其所属目录的标识，图12C中的各目录命令类似地由图11中 的直接文件接口接收到。完整路径名是使用目录命令接收到的优选目录ID。
文件_句柄是一简短标识符，其是由大容量存储装置响应于打开命令而在直接文 件接口处返送回主机。将所述文件_句柄定义为指向所述文件目录条目中所存在FIT 的指针会较为方便。该指针界定该文件在区块内的逻辑FIT区块编号以及逻辑文件编 号。使用此作为文件_句柄便能够在无需首先搜索文件目录中的文件的情况下存取文件 FIT条目。例如，如果存储装置可具有多达64个FIT区块，且每一FIT区块可对多达 64个文件加索引，则一带文件_句柄1107的文件将指向其在FIT中的数据群组条目的 指针设定为FIT区块11中的逻辑文件7。该文件_句柄是在响应于打开命令而创建文 件的目录及FIT条目时由存储器系统控制器产生，并响应于关闭命令而变无效。
图12D给出用于管理主机与存储器系统之间接口状态的主机命令。空闲(Idle) 命令告知存储器系统其可执行先前已得到调度的内部操作，例如数据擦除及垃圾收集。 响应于接收到待机(Standby)命令，存储器系统将停止执行后台操作，例如垃圾收集 及数据擦除。关机(Shut-down)命令则向存储器控制器预先发出即将掉电的告警，此 允许完成未决的存储器操作，包括将数据从易失性控制器缓冲器写入至非易失性闪速 存储器。
图12E中所示的大小(Size)命令将通常在一写入命令之前由主机发出。存储器 系统响应于此而向主机报告可供进一步写入文件数据的可用容量。此可根据可用的未 编程物理容量减去为管理对所规定文件数据容量的存储所需的物理容量来计算。
当主机发出一状态(Status)命令(图12E)时，存储装置将以其当前状态作出响 应。该响应可呈一个或多个具有不同的位字段的二进制字形式，从而向主机提供关于 存储装置的不同的具体信息项。例如，一个两位的字段可报告所述装置是否正忙，且 如果是，则根据存储装置所正忙于进行的事项来提供不止一个忙状态。一个忙状态可 指示存储装置正在忙于执行一用于传送数据的主机写入或读取命令-此为后台操作。 第二忙状态指示可用于在存储器系统正在执行后台内务操作(例如数据压缩或垃圾收 集)时告知主机。主机可决定是否等待至该第二忙状态结束之后再向存储装置发送另 一命令。如果在内务操作完成之前发送另一命令，则存储装置将结束内务操作并执行 所述命令。
主机可将第二装置忙状态与空闲命令相结合来允许在存储装置内进行内务操作。 在主机发送可能使得需要使装置进行内务操作的命令、或一系列命令之后，主机可发 送空闲命令。如下文所述，可对存储装置进行编程，使其通过启动内务操作来响应于 空闲命令并同时如上文所述起动第二忙状态。例如，根据下文所述的演算法，删除命 令会使得需要执行垃圾收集。在已发出一系列删除命令之后来自主机的空闲命令会随 后使装置能够有时间来执行垃圾收集，而垃圾收集可能是为使存储装置能够响应于下 一主机写入命令所必需的。否则，可能需要在接收到下一写入命令之后、但在可执行 下一命令之前执行垃圾收集，从而使该指令的执行明显放慢。
写入数据
当将新的数据文件编程入存储器中时，从被擦除区块中第一物理位置开始并按次 序循序经过区块中的各位置来将数据写入被擦除存储单元区块中。数据是按从主机接 收的次序进行编程，而无论所述数据在文件内的偏移量次序如何。编程继续进行，直 到文件中的所有数据均已写入存储器内为止。如果文件中的数据量超过单个擦除区块 的容量，则当第一区块变满时，编程会在第二被擦除区块中继续进行。第二存储器区 块是以与第一存储器区块相同的方式，从第一位置起按顺序进行编程，直到文件中的 所有数据均得到存储或者第二区块变满为止。可使用文件中的剩余数据对第三或其他 区块进行编程。用于存储单个文件的数据的多个区块或元块不需要在物理上或在逻辑 上邻接。为便于解释，除非另外指明外，否则本文中所使用的术语“区块”打算指代 擦除区块单位或者多个区块“元块”，此视在具体系统中是否使用元块而定。
参见图13A，图解说明将数据文件写入至存储器系统。在本实例中，数据文件181 大于存储器系统中一个区块或元块183的存储容量(在图中显示为在两条垂直实线之 间延伸)。因此，数据文件181的一部分184也写入至第二区块185中。图中显示这些 存储单元区块在物理上邻接，但其并非必需如此。在自主机串流接收到文件181的数 据时，写入所述数据，直到所述文件的所有数据均已写入至存储器中为止。在图13A 的实例中，数据181是在图12A的写入命令之后从主机接收到的初始文件数据。
一种使存储器系统管理及记录所存储数据的较佳方式是使用可变大小数据群组。 也就是说，将文件数据存储为多个数据群组，这多个数据群组可按规定次序链接在一 起而形成完整的文件。然而，较佳地，数据群组在文件内的次序是由存储器系统控制 器使用文件索引表(FIT)来保持。当正在写入来自主机的数据流时，每当在文件数据 的逻辑偏移量位置中或在存储数据的物理空间中存在间断点时，均开始一新的数据群 组。此种物理间断点的一实例是当文件数据填满一个区块并开始写入至另一个区块时。 此图解说明于图13A中，其中第一数据群组填充第一区块183，所述文件的其余部分 184则作为第二数据群组存储于第二区块185中。第二数据群组可由(F0，D0)表示， 其中F0是数据文件的开头的逻辑偏移量，而D0是存储器内所述文件开头处的物理位 置。第二数据群组可由(F1，D1)表示，其中F1是存储于第二区块185开头处的数 据的逻辑文件偏移量，而D1是其中存储有该数据的物理位置。
通过主机-存储器接口传送的数据量可用数据字节数、数据扇区数或用某种其他粒 度来表达。主机最常是以字节粒度来界定其文件的数据，但随后当通过当前逻辑地址 接口与大容量存储器系统进行通信时，将字节分成分别有512个字节的扇区、或者分 成分别有多个扇区的群集。为简化存储器系统的操作，通常如此进行。尽管本文所述 的基于文件的主机-存储器接口可使用某种其他数据单位，然而一般较佳使用原始的主 机文件字节粒度。也就是说，较佳以最小的合理数据单位字节而非以扇区、群集或类 似单位来表达时间偏移量、长度及类似量。此能够更有效地使用本文所述技术来利用 闪速存储器存储容量。
在常用的现有逻辑地址接口中，主机还规定所写入数据的长度。此也可使用本文 所述的基于文件的接口来进行，但由于其并非是为执行写入命令(图12A)所必需的， 因而较佳使主机不提供所写入数据的长度。
由此，以图13A所示方式写入存储器中的新文件在FIT中表示为所述数据群组的 索引条目序列(F0，D0)，(F1，D1)(按该次序)。也就是说，每当主机系统想要存取 一特定文件时，主机便将其文件ID或其他标识发送至存储器系统，存储器系统随后存 取其FIT来识别构成该文件的数据群组。各单独数据群组的长度也可包含于 其各自的条目中，以便于存储器系统的操作。当使用时，存储器控制器计算并存储数 据群组的长度。
只要主机使图13A中的文件保持打开状态，便较佳还保持一物理写入指针P，以 界定用于写入从主机接收到的该文件任何其他数据的位置。文件的任何新数据均写入 文件在物理存储器中的末尾处，而无论新数据在文件内的逻辑位置如何。所述存储器 系统允许多个文件同时保持打开，例如4个或5个此种文件，并为其中每一文件保持 一写入指针P。不同文件的写入指针指向不同存储器区块中的位置。如果在已达到存 储器系统的打开文件数量的限值时，主机系统想要打开新文件，则首先关闭其中一个 已打开的文件并随后打开新文件。在文件已关闭之后，便不再需要保持该文件的写入 指针P。
图13B图解说明主机也是使用写入命令(图12A)将数据附加至先前所写入但仍 打开的图13A所示文件的末尾。图中显示数据187由主机系统附加至文件的末尾，数 据187还写入第二区块185中该文件的数据末尾处。所附加的数据变成数据群组(F1， D1)的一部分，因此，数据群组(F1，D1)现在包含更多数据，因为在现有数据群组 184与所附加数据189之间既不存在逻辑地址间断也不存在物理地址间断。因而，整 个文件仍在FIT中表示为一索引条目序列(F0，D0)，(F1，D1)。指针P的地址也改 变至所存储的附加数据的末尾。
在图13C中显示将数据区块191插入先前所写入的图13A所示文件中的一实例。 尽管主机正在将数据191插入文件中，然而存储器系统将所插入数据附加在先前所写 入文件数据末尾处的一位置193上。当将数据插入打开的文件中时，不必将文件的数 据以其逻辑次序进行重写，尽管在主机关闭文件后可在后台进行此种操作。由于所插 入数据完全存储于第二存储器区块185内，因而其形成单个新的群组(F1，D3)。但 进行此种插入会导致图13A所示的先前数据群组(F0，D0)被划分成两个群组，一个 群组(F0，D0)在所插入项之前，一个群组(F2，D1)在所插入项之后。这是因为每 当所述数据存在逻辑间断(例如在插入项的开头F1及插入项的末尾F2处出现)时， 均需要形成新的数据群组。群组(F3，D2)是物理位置D2作为第二区块185的开头 的结果。群组(F1，D3)与(F3，D2)保持分开，尽管其存储于同一存储器区块中， 这是因为其所存储的数据的偏移量存在间断。因而，带有所述插入项的原始文件在存 储器系统FIT中由数据群组索引条目(F0，D0)、(F1，D3)、(F2，D1)、(F3，D2) (按该次序)表示。在图13A、13B及13C的实例中应注意，可在无需使存储器中的 任何数据过时的情况下写入新的或现有的文件的新数据。也就是说，执行写入及插入 命令(图12A)并不会使任何其他数据变得无效或过时。
图13D图解说明另一实例，其中使用更新命令(图12A)对原先以图13A所示 方式写入的数据的某一部分进行更新。图中显示更新数据文件的一部分195。并非通 过更新而在存储器系统中重写整个文件，而是将所述文件的一更新部分197附加至先 前所写入的数据。先前所写入的数据的一部分199现在过时。尽管通常希望合并所更 新文件，以便腾出由过时数据所占据的空间，然而在主机使所述文件保持打开时通常 不这样进行，而是可在将文件关闭之后在后台进行。在更新之后，所述文件在存储器 系统FIT中由数据群组索引条目(F0，D0)、(F1，D3)、(F2，D1)、(F3，D2)以该 次序表示。图13A中的单个数据群组(F0，D0)又划分成图13D中的多个片断，一 个位于更新部分之前、更新部分、且一个位于更新部分之后。
为进一步例示可变长度数据群组的使用，在图14A-14E中按次序显示涉及到同一 文件的一系列数个写入操作。如在图14A中所示，首先使用写入命令(图12A)将原 始文件数据W1写入至存储器系统的两个区块中。此时，所述文件由两个数据群组界 定：第一群组在一物理存储器区块的起始处开始，且第二群组是在一物理存储器区块 边界之后需要。图14A所示文件因而由数据群组的如下索引条目序列描述：(F0，D0)， (F1，D1)。
在图14B中，使用更新命令(图12A)更新在图14A中所写入的文件数据。更新 的文件数据U1紧接在先前群组(F1，D1)之后立即写入，其中所更新数据的先前版 本变得过时。图14A中的先前群组(F0，D0)缩短至图14B所示的修改后群组(F0， D0)，且先前群组(F1，D1)缩短至群组(F4，D2)。更新后的数据写入于两个群组 (F2，D3)及(F3，D4)中，因为其交叠一存储器区块边界。某些数据存储于一第三 存储器区块中。所述文件现在由数据群组的如下索引条目序列描述：(F0，D0)，(F2， D3)，(F3，D4)，(F4，D2)。
在图14C中通过使用插入命令(图12A)插入新的文件数据II来进一步修改图 14B所示文件。新数据II紧接在图14B的先前群组(F4，D2)之后写入存储器作为图 14C中的新群组(F5，D6)及(F6，D7)，因为所插入的数据交叠一存储器区块边界。 使用一第四存储器区块。由于插入新数据II，图14B的先前群组(F0，D0)分裂成图 14C中的缩短的群组(F0，D0)及(F7，D5)。所述文件现在由数据群组的如下索引 条目序列描述：(F0，D0)，(F5，D6)，(F6，D7)，(F7，D5)，(F8，D3)，(F9，D4)， (F10，D2)。
图14D显示对图14C所示数据文件的进一步修改，其使用写入命令(图12A)将 新数据W2附加至文件末尾处。新数据紧接在图14C中的先前群组(F10，D2)之后 写入作为图14D中的新群组(F11，D8)。所述文件现在由数据群组的如下索引条目序 列描述：(F0，D0)，(F5，D6)，(F6，D7)，(F7，D5)，(F8，D3)，(F9，D4)，(F10， D2)，(F11，D8)。
在图14E中显示对所打开文件的第二次更新，其中通过由主机发出一更新命令而 将所更新文件数据U2写入至图14D中的文件。所更新文件数据U2紧接在图14D中 的先前群组(F11，D8)之后写入，其中该数据的先前版本变得过时。图14D中的先 前群组(F9，D4)缩短至图14E所示的修改后群组(F9，D4)，先前群组(F10，D2) 变得完全过时，且先前群组(F11，D8)缩短至形成一新的群组(F14，D9)。更新后 的数据写入于图14E中的新群组(F12，D10)及(F13，D11)中，交叠区块边界。 现在需要使用一第五区块来存储所述文件。所述文件现在由数据群组的如下索引条目 序列描述：(F0，D0)，(F5，D6)，(F6，D7)，(F7，D5)，(F8，D3)，(F9，D4)，(F12， D10)，(F13，D11)，(F14，D9)。
在文件创建或根据前面的说明加以修改之后，每一文件的数据的偏移量较佳以正 确的逻辑次序保持连续。因此，例如，作为执行插入命令的一部分，由主机提供的所 插入数据的偏移量是从紧接所述插入部分之前的偏移量连续，且已处于所述文件中插 入部分之后的数据递增所插入数据的量。更新命令最常使一现有文件的给定地址范围 内的数据被类似量的更新数据替换，因而通常不需要替换所述文件中其他数据的偏移 量。另一选择为，可使用写入命令取代单独的更新命令来更新文件的数据，因为存储 器系统可将从主机接收到具有早已存在于所存储文件数据中的偏移量范围的数据解译 为一要更新该偏移量范围中的数据的指令。
应注意，上文所述以及图13和14所示的所有数据分配及加索引功能均由存储器 系统的控制器执行。与图12A所示写入命令、插入命令、或更新命令中的一者一起， 主机仅传送所述文件内正发送至存储器系统的文件ID及数据偏移量。存储器系统进行 其余操作。
以刚刚所述的方式将数据文件从主机直接写入至闪速存储器的一个优点在于，可 使如此存储的数据的粒度或分辨率保持与主机的相同。如果主机应用程序以例如1字 节的粒度写入文件数据，则该数据也可以1字节的粒度写入至闪速存储器内。然后， 以字节数量来度量数据在单个数据群组内的量及位置。也就是说，可在主机应用程序 文件内单独寻址的数据的相同偏移量单位在该文件存储于闪速存储器中时也可在该文 件内单独寻址。随后，可在索引表中将区块内同一文件的数据群组之间的任何边界规 定至最接近的字节或其他主机偏移量单位。类似地，区块内不同文件的各数据群组之 间的边界以主机偏移量单位加以界定。
尽管不用于写入数据，然而也相关地考虑使用删除命令来删除文件的一部分，因 为此种操作是插入命令的反向操作。删除命令可以如下格式应用于一文件偏移地址范 围：删除<文件ID><偏移量><长度>。所述文件中从<偏移量>开始且从该地址开始继 续至删除<长度>的部分内的数据被删除。然后，在删除之后，主机使所述文件的其余 数据的偏移地址递增，以在整个文件中保持邻接的偏移地址。这是插入命令的相反操 作-在插入命令中，主机将数据加至文件的中间并然后使插入部分之后的其余文件数 据的偏移量递增，以使修改后的文件的偏移量连续。
垃圾收集
从图14B及14E中应注意到，更新命令使为存储文件所需的物理空间大于文件中 的数据量。这是因为已被更新部分所取代的数据仍保持存储于存储器中。因此，非常 希望通过去除过时的、无效的数据而将文件数据合并(垃圾收集)至变小的物理存储 空间内。因此，会由更大的存储空间可供用于其他数据。
亦可注意到，除图14B及14E所示的文件数据更新之外，图14C所示的数据插 入也会使文件数据不按次序存储。也就是说，更新及插入部分是在进行更新及插入时 附加至存储于存储器中的文件的末尾处，同时其差不多始终在逻辑上位于所述文件内 的某处。图14B、14C及14E中的实例即为此种情形。因此，可能希望对存储于存储 器中的文件的数据进行重新排序，以与在文件内的偏移量次序相一致。此随之会提高 读取所存储数据的速度，因为按顺序读取各个页及区块将使所述文件的数据以其偏移 量次序给出。此还会提供所述文件的最大可能的碎片消除。但对文件数据进行重新排 序以使读取效率更高对于存储器系统的性能而言并不如文件数据合并重要，因为文件 数据合并会潜在地释放一个或多个存储器区块来用于存储其他数据。因此，对文件中 数据的重新排序在所增加的操作开销使其益处不值得时，将通常不会自己进行，但可 作为许多垃圾收集操作的一部分来进行而几乎不会或根本不会增加操作开销。
图14E中的文件包含存储于存储器中的过时数据群组(灰色部分)，因为已进行 了这两处数据更新U1及U2。因此，用于存储所述文件的存储容量的大小明显大于文 件的大小，此在图14E中一目了然。因此，垃圾收集是恰当的。图15提供对图14E 所示数据文件进行垃圾收集的结果的图解说明。该文件在垃圾收集之前占据接近五个 区块的存储容量(图14E)，而同一文件在垃圾收集之后装在略大于三个存储单元区块 内(图15)。作为垃圾收集操作的一部分，从最初将数据写入至其他被擦除区块的区 块中复制数据，并然后将所述原始区块擦除。若对整个文件进行数据收集，则可将其 数据以与在文件内的数据逻辑偏移量次序相同的物理次序复制至新区块中。例如，更 新部分U1及U2以及插入部分II在垃圾收集(图15)之后以与其在主机文件中所出 现的相同次序进行存储。
垃圾收集也通常会使得在所合并的文件内形成新的且不同的数据群组。在图15 所示情形中，由新数据群组的如下新的索引条目序列来描述所述文件：(F0，D0)，(F1， D1)，(F2，D2)，(F3，D3)。此数据群组数量比在图14E所示文件的状态中所存在的 数据群组数量少得多。此时，其中已复制有所述文件的数据的每一存储单元区块存在 一个数据群组。作为垃圾收集操作的一部分，更新文件索引表(FIT)来反映形成所述 文件的新数据群组。
当一文件是垃圾收集的备选项时，对该文件的FIT数据群组条目进行检查，以判 定所述文件是否满足垃圾收集的设定标准。当包含所述文件的数据的任何存储单元区 块还包含过时数据时，将进行垃圾收集。否则，不需要进行垃圾收集。图14E中的文 件包含过时数据从上面所给出的数据群组索引条目序列中一目了然。例如，从这两个 连续数据群组(F7，D5)及(F8，D3)可以看出，在存储文件数据的前两个区块中存 在过时数据。物理地址位置D5与D3的差远大于逻辑偏移量F7与F8的差。根据文件 索引数据群组条目还显而易见，所述数据未按逻辑偏移量次序存储。另一选择为，文 件的各个FIT条目可保持该文件的被指过时的过时数据群组的记录。然后，控制器仅 扫描每一文件的FIT条目，以识别任何过时的数据群组以及存储过时数据群组的物理 区块。
通常不应对打开的文件执行垃圾收集，因为主机可能对所述文件继续进行更新或 插入，从而进一步产生过时数据及/或不以逻辑偏移量次序存储数据。由此可造成许多 此种垃圾收集操作。但在其中被擦除池区块的数量降至一设定水平以下时，可能需要 对打开文件进行垃圾收集，以提供足够的被擦除区块来用于存储新数据或其他操作。
主机关闭文件通常会使得考虑对该文件进行垃圾收集。较佳不在文件关闭之后立 即实施垃圾收集，而是在垃圾收集将不会干扰当前的存储器操作时由存储器控制器对 一关闭的文件进行调度，以在后台进行垃圾收集。可保持一垃圾收集队列，其中在一 文件关闭之后将所述文件加至所述队列中，且随后当不再存在任何其他所要实施的更 高优先权存储器系统操作时，由存储器控制器选择已在所述队列中所处时间最长的文 件，且进行垃圾收集(如果需要)。此种选择及垃圾收集操作可例如响应于从主机接收 到一空闲命令(图12D)而进行。
由于复制数据是垃圾收集中最耗时的部分，尤其是对于大的文件，因而可通过在 短的猝发中在任一次仅复制文件数据的一部分来将该任务划分成多个组成部分。随后， 可将此种局部文件复制与其他存储器操作进行交错，并甚至在主机正将数据传送至存 储器系统或自存储器系统传送数据的同时进行。也可响应于被擦除区块的数量降至低 于某个指定数量而增大各单独复制数据猝发的长度。
目标是完全在后台执行垃圾收集，而不干扰或减慢与主机系统传送数据的主操 作。但并非总可以如此，尤其是如果被擦除区块池中可供用于编程新数据的被擦除区 块的数量变得少于某个预设最小值时。此时，使垃圾收集优先，并可优先在后台对所 述队列中的任何文件进行垃圾收集，以便合并数据，从而提供可供用于从主机系统接 收新数据的额外被擦除区块。如果在所述队列中没有文件，则可能需要对打开的文件 进行垃圾收集。当垃圾收集变为优先项时，主机将通常从存储器系统接收到忙状态信 号，并将因此延缓对新数据的任何编程，直到再次存在足够数量的被擦除区块为止。 相反，如果存在足够数量或更多的被擦除池区块，则可降低进行垃圾收集操作的频率， 并推迟可能会影响存储器系统的性能的垃圾收集。
应注意，垃圾收集是对主机数据文件实施。响应于文件状态而对所述文件启动垃 圾收集。当启动时，作为该过程的一部分，检查所述文件的所有数据群组在FIT中的 索引条目。当对文件进行垃圾收集时，以在所述文件的数据群组索引条目中所规定的 次序，将其数据每次一个数据群组地从其现有区块复制至一新打开的复制区块。此不 同于现有闪速存储器垃圾收集-其是完全基于各单独存储单元区块的状态。
然而，一般规则是，将仅对存储所述文件的数据且也包含过时数据的各单独区块 进行垃圾收集。因此，并非对存储一文件的数据的所有区块均进行垃圾收集。如果一 文件仅存储于例如两个区块中，且第一区块包含过时数据，而第二区块不包含过时数 据，则将对第一区块进行垃圾收集，而不管第二区块的数据。将有效数据从第一区块 复制至一被擦除复制区块中，且所述复制区块将随后具有某些被擦除的页或者其他容 量剩下，所述某些被擦除的页或其他容量大约为过时数据的量。下文将说明使用不到 一个区块的被擦除存储容量。在图14E的实例中，在进行垃圾收集之前，存储空间在 包含所述文件数据的五个区块中的四个区块中均具有过时数据(灰色区域)。
作为对仅对包含过时数据的那些区块进行垃圾收集的一般规则的修改，一旦判定 出将对一给定文件进行垃圾收集，便在垃圾收集操作中包含处于一局部填充区块中的 所述文件的任何数据。因此，将图14E的第五区块中的U2数据包含于垃圾收集操作 中，尽管在该区块中并不存在过时数据。通过将所有五个区块中的数据复制至四个被 擦除区块中而合并所述数据，因为在不包含第五区块的数据时，所得到的四个复制区 块中的两个将仅被局部地填充数据。在图15的情形中，仅一个复制区块保持被局部填 充。通过具有更少的局部利用的区块来改善存储器性能。
由主机系统发出的图12B所示的某些文件命令可启动垃圾收集。上文已对接收到 文件关闭命令进行了说明。所关闭的文件被置于所述队列中以进行垃圾收集。删除及 擦除命令也可促成垃圾收集。删除文件可使包含过时文件数据的区块被置于垃圾收集 队列中。对被删除文件进行垃圾收集的效果是不存在被删除文件的无效数据，因而不 会进行向其他区块的数据复制。所有仅包含被删除文件的数据的区块仅作为垃圾收集 过程的一部分被擦除。擦除命令具有类似的效果，只是对仅包含被擦除文件的过时数 据的区块的垃圾收集可立即进行，或者根据优先权进行-例如通过将所述区块置于垃 圾收集队列的顶部。
所述直接文件存储系统的一重要优点在于，当主机删除文件时，存储器会立即得 知，因为用于进行此种操作的命令是直接发至存储器系统。随后，一旦可以进行擦除， 存储器控制器便可立即擦除用于存储被删除文件的数据的区块，而不会不利地影响存 储器的其他操作。被擦除区块随后便可供用于存储新数据。
在所述实施方案中，删除或擦除文件的命令均使该文件的数据直接响应于此而被 擦除。相反，在典型的基于逻辑的接口中，此种命令则并不直接到达存储器控制器。 而是，主机仅释放存储器逻辑地址空间中曾被所删除或被擦除文件占据的某些段。仅 当主机此后向那些相同逻辑地址中的一个或多个写入数据时，存储器系统才得知所重 新利用的逻辑地址段中的数据已经过时。存储器仍不知道所述文件所占据的其他逻辑 地址段的数据已被删除或擦除。存储器仅在主机向那些其他逻辑地址写入数据时才知 道先前写入至那些逻辑段的数据已经过时。
常用区块
使用单个文件的数据来填充连续的区块的结果是，当所述文件关闭并进行垃圾收 集时，所述文件数据中的某些可能仅占据一存储单元区块的一部分。进一步，小文件 的数据可能甚至填充不到一整个区块。如果在一区块中仅可存储一个文件的数据，则 此将导致各单独区块的大量空间得不到利用。各单独区块内的各页存储容量将保持被 擦除并可供用于存储数据，但将得不到利用。
因此，某些存储单元区块较佳存储来自两个或更多个文件中每一文件的较少数据 量(整个的小文件及/或在已填充其他区块之后剩下的残留文件数据)。残留文件数据 是关闭的文件中未占据完整区块的数据，并可包含一个或多个数据群组。一文件映射 表可记录单个存储单元区块中多于一个文件的数据群组，其记录方式仿佛所述区块中 的所有数据群组均是一个文件的数据群组一样。各单独数据群组的映射表包含该数据 群组作为一部分的文件的文件ID。使用共用区块的主要目的是使可能因如上文所述将 文件数据写入至存储器中而造成的未得到利用的物理存储器存储容量最小化。最常见 地，因对文件进行垃圾收集而产生的一个或多个数据群组的残留数据将作为垃圾收集 的一部分而被写入至一共用区块中。一实例是图15中进行垃圾收集的文件，其中最末 数据群组(F3，D3)仅占据最末区块中的一小部分。如果其保持此种方式，则最末区 块中的大部分将得不到利用。图15的数据群组(F3，D3)可写入至包含来自另外一 个或多个文件的一个或多个数据群组的共用区块中，或者可将该最末存储器区块指定 为共用区块。在后一情形中，来自一个或多个其他文件的数据群组将随后被写入至该 同一区块中。
另一选择为，当已知残留数据量是一将适合装于其中一个指定共用区块内被擦除 空间的量时，可在垃圾收集期间将残留文件数据直接从主机写入至共用区块中。关闭_ 之后命令(图12B)可用于识别残留文件数据，并允许其写入一具有足以存储作为所 述命令的一部分而规定的数据量的开放共用区块，而非将残留文件数据写入至将得不 到完全填充的擦除池区块。此可消除在下一垃圾收集操作期间复制残留数据的需要。
当将新数据文件编程至存储器内时，作为对前面所述且在图13A中所示的数据写 入方法的替代，可将数据写入至包含一个或多个其他文件的残留数据的开放共用区块 中，从所述区块中第一可用物理位置开始并按次序依序经过所述区块的各位置。如果 主机对一文件发送打开命令，随后立即在发送所述文件的数据之前发送关闭_之后命 令，则可判定所述文件的全部数据可适合装于一开放共用区块内且所述文件将在到达 所述开放共用区块的末尾之前被关闭。即使不知道新文件的数据的长度，也可将新文 件的数据写入至开放共用区块中。
因此，较佳在存储器系统中保持若干个共用区块，以用于存储两个或更多个不同 文件的共用数据群组。共用数据群组的大小可高达一区块的存储容量，粒度为一个字 节。仅其中一个共用区块较佳包含一给定文件的数据，但可包含所述文件的多于一个 数据群组。此外，一共用数据群组较佳存储于仅一个共用区块中，且不划分成存储于 多个共用区块中。此会避免在所述数据群组变得过时时在多个共用区块中进行垃圾收 集。当一共用区块中的数据群组变得过时时，对该共用区块进行垃圾收集。将此一共 用区块中任何剩余的无效数据群组写入至另一共用区块中的可用被擦除空间中、或者 写入至一被擦除池区块中，并随后擦除所述共用区块。如果进行垃圾收集的共用区块 包含来自不同文件的两个或更多个有效数据群组，则所述两个或更多个有效数据群组 不需要保持在一起，而是可复制至不同的区块。
图16中显示一共用区块的实例，其已使用来自三个不同数据文件中每一数据文 件的一共用数据群组进行编程。由于在一般的NAND阵列中限制写入数据从位于区块 一端的页前进至位于另一端的页，因而使各数据群组相互邻接地进行存储。所述区块 一端处的白色空间指示所述区块中尚未写入有数据的页。难以将可用数据群组理想地 装入整个共用区块中。
被存储器系统指定为可在其中写入多于一个文件的残留数据的开放共用区块的 区块数量将通常仅为几个，但如果被进行垃圾收集的大量文件具有不适合装入任一现 有开放共用区块中可用空间的残留文件数据，则可变为许多个。将残留文件数据写入 至其中一个能最佳地利用总存储容量的开放共用区块中。当在任一开放共用区块中不 存在足够的被擦除空间时，关闭其中一个现有共用区块，并代之以打开另一共用区块。 另一选择为，不需要关闭现有的开放共用区块，并可允许增加开放共用区块的数量。 可将新的共用区块指定为其中一个被擦除池区块，但较佳是一已包含某些残留文件数 据的未得到完全写入的区块，例如图15中仅包含残留文件数据群组(F3，D3)的最 末区块。然而，为对共用区块进行垃圾收集，在必要时，较佳将一被擦除池区块指定 为新的共用区块。
图17图解说明在如下情形中写入残留文件数据的实例性过程：其中存在五个已 包含来自另一文件的残留数据的一个或多个数据群组的残留或共用单元(每一者具有 一不同的区块或元块)。从图15所示进行垃圾收集的文件产生的最末数据群组(F3， D3)即为此种残留文件数据的实例，尽管其可包含来自单个文件的多于一个数据群组。 存在所示的三种可能性。第一种可能性(A)将残留数据写入至残留单元2，因为其具 有最多可用的被擦除空间。第二种可能性(B)为残留文件数据选择残留单元5，因为 该残留单元5是这五个残留单元中最适合的。残留文件数据接近填满单元5，且由此 在单元2中留下更大的可供用于在将来接收更大量数据的空间。在单元1、3或4的任 一者中不存在足以接纳所述残留数据的空间，因此这些单元被立即排除。
第三种可能性(C)将残留文件数据写入至擦除池中的区块或元块单元中。一旦 所述残留文件数据已写入至被完全擦除的单元中，则其变为一残留单元，并可随后由 存储器系统控制器作为一共用区块打开。在所示实例中，通常将不使用可能性(C)， 因为在残留单元2或5中的一者中存在用于残留文件数据的空间。
另一选择为，可允许一文件的残留数据分裂成两个或更多个部分，以存储于不同 的共用区块中。例如，现有的开放共用区块可能均不具有足以存储一特定文件的残留 数据的可用空间，且没有被擦除区块可供打开作为新的共用区块来用于所述残留文件 数据。在此种情形中，可在两个或更多个开放共用区块之间划分所述残留文件数据。
可在一共用区块填满数据之前将其关闭。如上文所述，当需要打开另一共用区块 以存储一文件的给定量的残留数据时，一具有最少可用被擦除空间量的开放共用区块 一般将关闭。这部分地是因不将文件的残留数据分开存储在不同共用区块中的优选操 作所造成。当存储器系统通过响应于主机的大小(Size)命令(图12E)而报告可供 用于新数据的存储器存储空间时，不包含所关闭共用区块中这些较小量的未利用容量， 因为其不能立即可用。
由于残留文件数据因其所属的文件被删除或擦除而变得过时，因而还合并共用区 块内的数据。例如，每当无论出于何种原因而指定共用区块内的残留文件数据过时时， 均将该区块加至上述过时文件数据区块队列或者另一队列中。如果数据因存在要删除 其文件的主机删除命令而变得过时，则将所述共用区块置于队列末尾处。但是，如果 其是因擦除命令而变得过时，则所述共用区块放到所述队列的顶部，或者以其他方式 被赋予垃圾收集优先权。
可并非存在单个队列，而是在存储器系统的操作期间由控制器维持五个不同的垃 圾收集队列，其中前两个队列中的项被赋予优先权：
(1)过时区块优先权队列，过时区块即那些作为对文件的擦除命令(图12B) 的结果而仅包含过时数据的区块；
(2)共用区块优先权队列，其包含因对文件的擦除命令而变过时的数据但还包 含某些有效数据；
(3)过时区块(仅包含过时数据的区块)队列，所述过时区块是因执行更新或 删除命令(图12A及12B)而形成或者因在垃圾收集期间其所有有效数据均复制至另 一区块而形成；
(4)共用区块队列，所述共用区块包含某些过时数据，但其还包含有效数据， 响应于删除命令或者在垃圾收集期间发现在共用区块中存在过时数据；及
(5)已接收到对其发出的关闭命令或关闭_之后命令的文件队列。
可按上面所列次序赋予这五个队列优先权，队列(1)中的所有项均在队列(2) 中的项之前进行垃圾收集，依此类推。之所以将所述区块列于优先权队列(1)及(2) 中，是因为其各自的所有或某些数据均是通过擦除命令而非通过删除命令而变过时。 各个区块及文件係以在存储器系统的操作期间所标识的次序添加至每一队列中，每一 队列中最早的区块及文件均首先得到垃圾收集(先进先出，或FIFO)。
队列(4)与(5)中所列项的优先权大致相同，因此可颠倒。另一选择为，可存 在一更复杂的优先权系统，其中可能甚至在更高优先权队列中的一者或多者变空之前， 根据设定标准从队列(4)及(5)中选择文件及共用区块。存在两个共用区块垃圾收 集管理目标。一个是在共用区块内的数据群组变得过时时，使可能因对共用区块的垃 圾收集而引起的对存储器系统正常操作的破坏最小化。另一目的是当在对共用区块进 行垃圾收集期间对所述区块的数据群组进行重新定位时使索引更新最小化。
在对共用区块进行垃圾收集期间，所述区块中剩余有效数据的所有共用群组每次 一个地复制至具有空间的共用区块中的一者。若在打开的共用区块中不存在用于一所 复制共用群组的空间，则将所述共用群组从擦除池写入至一区块中，并可随后指定该 区块作为一共用区块。然后，作为该过程的一部分，通常关闭其中一个打开的共用区 块。如同所有垃圾收集操作一样，更新文件索引表(FIT)，以反映所复制数据群组的 新存储位置。
垃圾收集队列应记录于非易失性存储器中。应对包含队列信息的页或元页执行读 取-修改-写入操作，以添加或移除一条目。包含垃圾收集队列信息的页可处于一专用 区块或元块中，或者可与其他类型的页共享一区块或元块(例如一交换区块)。
在编程期间对元页的缓冲及使用
上文说明了存储器系统的操作，而未具体考虑存储单元区块是否作为元块链接于 一起。主机与存储器系统之间基于文件的接口、及上述相关存储器系统操作是在使用 元块的存储器系统中以及在不使用元块的存储器系统中工作。趋势必定是增大每次所 写入及读取的数据量(平行度)，因为这会直接改善存储器性能。各单独存储单元区块 以数据位数量表示的有效宽度能通过使用由两个或更多个此种区块所形成的元块而得 到增大。
参见图3，例如，沿单个区块内每一字线的所有存储单元均可作为一页一同编程 及读取，所述页在每一行中潜在地存储数个-一个、两个、四个或更多个由512个用 户数据字节形成的扇区。且当将两个或更多个区块在逻辑上链接成一元块时，这两个 或更多个区块中每一者的一行中的所有存储单元均可一同编程及读取。来自两个或更 多个一同编程及读取的区块的这两个或更多个页形成一元页。由于具有每次编程许多 数据的能力，对元页内的数据进行某种分级可有助于完全利用此种可用的平行性。
在图18中图解说明三个主机文件中每一者的一个数据元页，为简明起见，图中 显示每一元页仅包含两个页。元页中每一页的数据均编程至元块中的一不同区块中。
对于主机文件1，在图18A中显示所述元页填充有具有邻接偏移量(逻辑地址) 的数据作为单个数据群组0的一部分。这些数据平行地编程至接收文件1的数据的元 块内按次序的下一元页中。在图18B中，显示该实例的主机文件2在如下方面不同： 其第一页的一部分包含具有连续偏移量的数据群组1的一部分，且所述元页的其余部 分包含具有连续偏移量的另一数据群组2的一部分。尽管在文件2内这两个数据群组 交汇之处，数据偏移量可能存在间断，然而这些数据一同编程至单个元页中。如前面 所述，直接文件存储接口是在从主机接收到主机文件的数据时写入主机文件的数据， 而无论所述数据在文件内的偏移量次序如何。
某些闪速存储器并不允许不止一次地将数据编程至被擦除页中。在此种情形中， 同时编程图18B中的数据群组1及2二者。但是如果存储器允许进行局部页编程，则 可将文件2的这两个数据群组在不同时刻编程至非易失性存储器的单个元页中。在此 种情形中，页0将在不同时刻得到编程，首先以数据群组1进行编程，且然后将数据 群组2编程入页0的其余部分以及整个页1中。然而，通常偏好对这两个数据群组平 行编程，以便提供系统性能。
在图18C中，显示已将单个数据群组3的末尾写入文件3的元页中。存在某些如 下情况：当将如此少量的数据编程入非易失性存储器的元页内时，该元页的其余部分 仍保持被擦除。一种情况是当主机对其中数据群组3是残留文件的文件发出关闭命令 (图12B)时。如果主机试图打开超过所允许数量的文件数量且选择关闭文件3，则 存储器控制器也可关闭数据文件3，以便允许改为打开另一更有效的文件。如果在缓 冲存储器中没有足以用于已打开的所有文件元页缓冲器的容量，则存储器控制器也可 关闭文件3。在这些情况中的任一种中，均希望将文件缓冲器的局部数据内容立即写 入至非易失性存储器中(“冲洗”文件缓冲器)。主机也可发送一关机命令(图12D)， 此意味着存储器可能要断电且其易失性缓冲存储器内的所有数据如果未立即编程至非 易失性存储器中则将丢失。
如果此后想要将文件3的另一数据群组4的开头写入至图18C的存储器元页，且 存储器不允许进行局部页编程，则将数据群组4的第一页写入至文件3元页的第二页 中，如在图18D中所示。此可导致非易失性存储器元页内的某些存储容量得不到使用， 如图18D中数据群组3与4之间的空白部分所示。可通过在文件3关闭之后执行垃圾 收集操作来恢复该未利用的容量，或者可允许其一直存在，因为此种情形可能不会频 繁出现。
重要的是，应注意，本发明的直接文件存储技术可容忍非易失性存储器的区块内 具有此种未填充的间隙。而如图7及8所示的其中存储器系统通过逻辑地址空间与主 机进行接口的当前系统可能无法轻易地容忍这种间隙。与存储器区块或元块具有相同 大小的逻辑数据群组映射至这些区块或元块内。假如在现有存储器系统的区块或元块 内所存储的数据中存在一间隙，则映射至所述间隙内的逻辑数据地址将实际上不可供 主机使用。在此种现有接口中，主机假定其具有整个逻辑地址空间可供其利用，但很 难(即使有可能)将新数据写入标定该间隙的逻辑地址处。
系统控制器中缓冲存储器的一部分(例如图2中的存储器31)通常用作编程数据 缓冲器。对于主机所写入的每一现用文件，在该存储器中均应存在缓冲容量。每一此 种“文件缓冲器”均应具有等于闪速存储器中至少一个元页的容量。现用文件是主机 最近已向其写入数据的打开的文件。
存储器系统在任一时刻所处理的现用主机文件的数量可等于当前打开的存储器 系统文件的数量，或者可为更少的数量。如果所允许的现用文件的最大数量小于所允 许的打开文件的最大数量，则必须采取措施使文件状态在现用与打开之间改变，反之 亦然。为能够这样，将闪速存储器中的一临时存储区块指定为一交换区块，并将长度 不到一个元页的数据从文件缓冲器写入至交换缓冲器，反之亦然。有效交换文件缓冲 器的索引保持在交换区块中。文件缓冲数据作为整数个页复制至交换区块，随后是提 供每一所复制文件缓冲器的长度及位置的索引的单个页、以及与其相关的文件。周期 性地压缩所述交换区块，并在其便满时将其写入至被擦除区块。
当例如因对打开的文件A进行主机写入操作而必须使打开的文件A现用时，识 别最早写入的现用文件B，并将其文件缓冲数据从控制器缓冲存储器复制至交换区块 中接下来的可用页中。然后，在交换区块中识别文件A的文件缓冲数据，并将其复制 至控制器缓冲存储器中先前分配给文件B的可用空间。
较佳根据图18所示情形中的一种，将一文件缓冲器中的数据写入至闪速存储器 中该文件的打开的写入区块中的下一可用元页。在图18A中，当在文件1缓冲器中存 在形成文件1内单个数据群组0的一部分的足够数据时，将其在单次操作中编程至一 完整元页。在图18B中，当在文件2缓冲器中存在形成文件2内数据群组1的末尾及 数据群组2的开头的足够数据时，将其在单次操作中编程至一完整元页。如果闪速存 储装置支持对单个页进行多次编程操作(局部页编程)，则当在文件2缓冲器中存在形 成文件2内数据群组1的末尾的足够数据时，可将其编程至页0的一部分。当在文件 2缓冲器中具有形成文件2内数据群组2的开头的足够数据时，可在单独的编程操作 中将其随后编程至同一元页的其余部分。
如在图18C中所示，当在文件3缓冲器中存在形成文件3内数据群组3的末尾的 数据且必须执行缓冲器冲洗操作时，将其编程至页0的一部分。如果闪速存储装置不 支持对单个页进行多次编程操作(局部页编程)，则当在文件3缓冲器中存在形成文件 3内数据群组4的开头的足够数据时，随后在单独的编程操作中将其编程至同一元页 中的页1。
在垃圾收集期间也使用元页文件缓冲器。可将文件的有效数据群组从非易失性存 储器中读出并写入至该文件的控制器缓冲器元页中。如果同时正对所述文件进行重新 排序，则将数据群组以其主机数据偏移量次序写入至缓冲器中。当然，每一数据群组 中的数据均具有邻接的逻辑偏移量。一旦元页缓冲器变满，其数据便被平行地编程至 非易失性存储器的新区块中。
文件加索引
存储于存储器系统中的每一文件均如上文参照图13-16所具体说明由其自身的索 引条目序列来界定。当在其中附加、插入或更新文件数据时，以及当对文件进行垃圾 收集时，这些条目会随时间发生变化。图19图解说明在几个不同时刻0、2、4、及5 中的每一者处，一个文件的文件索引表(FIT)中的索引条目序列。这些是在上文中分 别参照图14A、14C、14E及15所述的序列。FIT中的数据较佳由存储器控制器在不 存在来自主机系统的协助的情况下写入并保持为当前数据。主机系统在将数据写入至 存储器系统时提供路径名、文件名及数据在文件内的偏移量，但主机不参与界定数据 群组或者将数据群组存储于存储单元阵列中的何处。在图19的条目中，图14及15 的存储单元区块以1开始从左侧开始编号。因此，对于图14C中所示状态的文件，在 图19中标注其第三数据群组(F6，D7)存储于区块004(从左侧起第四个区块)中从 该区块起始地址开始的D7个字节中。较佳还随所述表的每一条目一起包含每一数据 群组的长度。
图19中针对一个文件所示的序列索引条目由存储器控制器在对文件的改动使文 件的数据群组得到修改时，或者以其他不太频繁的间隔进行重写。控制器可将这些改 动存储于其存储器中，并随后将其中的许多同时写入至闪速存储器。在任一时刻一文 件仅存在一组有效的索引；在图19中显示用于在不同时刻界定所述文件的四组此种索 引。存储器系统控制器随后根据需要使用所述文件的当前一组索引将额外数据编程至 所述文件，从所述文件读取数据，对所述文件的数据进行垃圾收集，及可能进行其他 操作。因此，如果各单独文件索引条目以其文件偏移量(Fx)次序进行存储，则FIT 会更易于使用，但是如果不是，则控制器可当然地以该逻辑次序读取所述条目。存储 器控制器读取特定文件的索引条目的最常见原因是在执行主机命令的过程中。
图20显示一种维持及使用文件索引表(FIT)作为一文件映射表一部分的较佳技 术。一文件加索引结构链用于使用一规定路径名识别具有规定偏移地址的数据在文件 内的物理位置。文件映射表包含一目录201，目录201具有实质与在传统逻辑地址接 口中所用的标准磁盘操作系统(DOS)根目录及子目录结构相同的逻辑结构。文件目 录201可存储于存储器系统内的一个或多个专用闪速区块中。但文件目录201较佳由 存储系统而非由主机来管理。本文中图12C所示的各主机目录命令是由存储器系统控 制器执行，但以控制器所决定的时刻及方式执行。较佳不允许主机直接写入至文件目 录。
在文件目录201中保持若干大小均匀的条目，每一条目均标识一目录或文件。使 用一组邻接的条目来规定一特定命令内的各要素。一规定一目录的条目中的指针字段 标识用于规定该目录内各要素的其他邻接条目的开头。一规定一文件的条目中的指针 字段界定一相关联文件索引表(FIT)203内的区块数量及文件数量。
FIT203包含数据群组的大小均匀的条目，每一条目均标识在数据群组的存储器 系统内所述数据群组的开头的偏移量及物理位置。如果以字节粒度保持逻辑地址，则 每一FIT条目的偏移量均包含从指定数据群组开头的文件起始处算起的规定数量的字 节。类似地，可使用字节粒度来规定数据群组起始处的物理位置。上文参照图19说明 了一实例性文件在不同时刻的FIT条目的内容。为每一数据群组维持一单独的条目。 每一文件皆由文件内各数据群组的一组邻接的索引条目来界定。每一文件的这些条目 的数量将通常各异。
主机为文件提供的路径名用于穿过文件目录的层次结构，以获得在FIT内的区块 数量及文件数量。路径名通常包括一个、两个或更多个目录及子目录。这些目录及子 目录用于存取文件目录201内包含一试图要存取的文件的目录。然后，搜索该目录内 的文件名，以找到由主机所提供的文件名的一条目205。当找到时，条目205提供一 指向该文件在FIT203中的一邻接条目群组的指针。这些条目是参照图19所述的条目 性质。然后，将这些条目的偏移量与主机所提供的偏移地址相比较，以识别正确的条 目207，并由此识别正确的数据群组。如果不存在相同的偏移量匹配项(由于包含于 条目中的偏移量仅仅是数据群组的起始地址，因而可能常常如此)，则选择用于标识一 在其中包含该偏移量的数据群组的条目。在该实例中，FIT203的所选条目207包含含 有主机试图存取的数据的存储位置的物理区块及字节。
图20中文件的目录条目205的指针是在所述文件首次创建时或者在所述文件的 数据群组条目在FIT203中的位置发生变化时由存储器系统控制器指配。该指针是前 面所述文件_句柄的一实例。为避免每次存取文件时主机必须遍历文件目录201的层次 结构才能找到文件的FIT目录，存储器系统可将文件_句柄发送至主机，以使其可此后 直接存取打开的文件的FIT条目。
图21图解说明将各单独条目存储于文件目录201中的存储器系统内的各页。某 些条目提供指向文件目录201内的目录的指针，而其他条目提供指向FIT 203内的数 据的指针。一实例性条目209-其为存储于单个存储器页中的诸多条目中的一个-图 解说明每一条目均具有四个字段。第一字段包含由主机指配的目录或文件的名称。第 二字段包含主机所定义的目录或文件的属性。在为一目录的条目的情形中，第三字段 中的指针指向文件目录中的另一条目。在为文件的条目的情形中，第三字段包含指向 FIT203的文件条目(例如条目207)的指针。在目录的条目中，第四字段(标识为“数 据群组”)是空的，但在为文件的条目时，该字段规定包含文件数据的数据群组的数量 且因而规定所述文件在FIT203中的条目数量。
应注意，图21中所示的文件目录页包含两个区段。在最近写入的页211中，同 时存在目录条目(一个示于页213中的209处)及页指针。在其他目录页(例如页213) 中，存在目录条目，但页的一区域包含过时页指针。当前页指针维持于最近写入的页 (在本实例中为页211)的同一部分中。目录区块中的每一逻辑页存在一个页指针， 其将存储器控制器指引至对应于其正存取的逻辑页的物理页。通过将页指针维持于最 近写入的目录页中，页指针便与目录条目同时得到更新，而无需随后更新另一页。在 Gorobets等人于2004年8月13日提出申请的第10/917,725号美国专利申请案中针对 逻辑地址类型的文件系统对此种技术进行了更详细说明。
在特定实施方案中，目录区块包含固定数量的逻辑页，该数量是存储单元区块中 总页数的一指定比例(例如50％)。目录区块较佳是专用于存储目录页的元块，但也 可为单个擦除区块。其可与用于存储数据群组的元块具有相同的平行性，或者其可具 有降低的平行性。当文件目录区块变满时，在擦除原始区块之前，通过将每一逻辑页 的有效版本复制至新的区块来压缩所述文件目录区块。在已压缩一目录区块之后，立 即以目录条目写入新复制区块中一规定比例(例如50％)的页。其余页则处于被擦除 状态，以允许写入经过更新的或新的条目。
当创建、修改或删除目录或文件的条目时，将所述目录的包含该目录或文件的该 组条目重写于目录区块的下一可用被擦除页中，从而使目录的条目保持邻接。这是通 过对先前包含该目录的条目的页进行读取/修改/写入操作来完成的。所述先前的页随后 变得过时。还对该逻辑页的页指针条目进行更新，以标识其新物理页。此可在与在写 入目录条目时所用的相同页编程操作中完成。
如果创建一条目将使目录的该组条目溢出一页，则可转而将其作为另一页的第一 条目来写入。如果需要，也可重写现有的页，以将目录的该组条目移动至所述页的末 尾。可在页指针中重新指配目录区块内的逻辑页编号，以使目录的条目保持邻接。
图20的文件索引表(FIT)203存储构成所述装置中所有文件的数据群组的索引。 所述FIT存储于存储器系统的一个或多个专用FIT区块中。每一FIT区块可存储多达 一最大数量的文件的索引。FIT是通过来自文件目录的逻辑指针进行存取，所述逻辑 指针规定由该表加索引的其中一个文件。所述指针使用间接寻址(通过存取作为最近 写入的FIT页217的一部分而提供的文件指针)，以使其不会在更新索引并将索引重写 入FIT区块内时发生改变。
文件目录201中的文件条目(例如条目205)的FIT指针具有两个主要字段。第 一字段是FIT区块编号，其标识构成FIT的其中一个逻辑FIT区块。对分配给FIT区 块编号的实际物理区块地址进行单独管理。FIT指针的第二字段是FIT文件编号，其 标识所标识FIT区块内的逻辑文件编号。所述逻辑文件编号由存储于FIT区块的最近 写入的页内的特定文件指针转换成物理文件条目位置。
FIT不具有预定大小，且FIT区块的数量是文件数量以及数据所组织成的数据群 组的数量的函数。在装置运行期间，将创建新的FIT区块并消除FIT区块。
参见图22，各单独FIT页具有若干个数据群组条目，每一数据群组一个条目219， 如前面参照图19所述。在该特定实例中，每一条目219包含四个字段。文件偏移量字 段规定由所述条目所标识的数据群组的开头在所述文件内的偏移地址。区块地址字段 规定区块或元块在包含所述数据群组的存储器系统内的物理地址。字节地址字段规定 所述页在区块或元块内的地址、及所述页内所述数据群组开始处的字节。第四字段是 数据群组的长度。数据群组长度可能并非在所有情形中均需要，因为可根据相邻条目 的数据来计算数据群组的长度。然而，通过保持有所述长度，不必每当需要数据群组 的长度时均进行此种计算。如果各数据群组条目未以其逻辑地址次序写入于FIT中， 则此会成为特别有价值的信息一此时所述计算变得更加困难。
主机文件较佳由一组邻接的数据群组条目界定，所述一组邻接的数据群组条目一 同界定用于形成所述文件的有序数据群组。图22的页215中所示的阴影邻接群组条目 界定一个文件，且页217中的那些群组条目界定另一文件。对于FIT中的每一单独文 件，在最后所写入的FIT页217中均存在一个文件指针221，以用于保持于该区块中 的各单独文件。文件指针221界定一具有特定FIT文件编号的文件的文件条目在FIT 区块内的开头。其包含两个字段。一个字段是其中驻留有数据群组索引条目的页的物 理编号，而另一字段是第一群组条目在该页内的编号。对于FIT区块中的每一可能的 文件编号，均存在一文件指针，即文件指针的数量等于FIT区块中的最大文件数量。 文件指针条目中的一预留代码(未显示)指示未在FIT区块中得到使用的特定文件编 号。尽管文件指针可存在于其他FIT页中，然而其仅在FIT区块中最近写入的页中有 效。
FIT区块较佳是一专用于存储FIT页的元块。其可具有与用于存储数据群组的元 块相同的平行性，或者其可具有降低的平行性。也可改为使用单个擦除区块。一旦FIT 区块已得到压缩，所述区块中便应仅有一规定比例(例如50％)的页包含条目。其余 页应处于被擦除状态，以允许写入经过更新的或新的条目。当维持有大量的文件时， 可能需要不止一个FIT区块。
通过将一个或多个完整文件的数据群组条目写入于FIT区块的下一可用未编程页 来更新FIT。文件的文件指针条目也得到更新，以标识文件条目的新位置。文件数据 群组条目与文件指针二者是在同一页编程操作中写入。文件条目的先前位置随后在 FIT区块中变得过时。另一选择为，可通过将文件条目写入于一不同的FIT区块或新 的FIT区块中来更新文件条目。在此种情形中，这两个区块中的文件指针均应更新， 且应修改文件目录中的文件逻辑指针。
当一FIT区块变满时，将有效群组条目以压缩形式复制至新的被擦除区块，并擦 除先前的FIT区块。该操作不改变逻辑FIT区块编号及逻辑文件编号。应对数据群组 条目的数量加以限制，以便在压缩后的FIT区块中仅有一规定比例(例如百分之五十) 的页得到编程。如果需要，应将文件条目移至其他FIT区块，且应对其在文件目录中 的逻辑指针进行修改。
希望将一单独文件的所有FIT条目保存于一个页或元页中。此使得相对易于读取 文件的所有条目。尽管可通过在文件的每一FIT条目中包含下一FIT条目的物理地址 来将各FIT条目链接于一起，然而此将有可能需要读取不止一个FIT页或元页。还希 望使各FIT条目在所述页内保持邻接。此可导致当FIT条目数量增多时频繁地写入新 的页，当打开一关闭的文件并对其添加数据群组时尤其如此。当将新的FIT条目写入 新的页中时，现有的条目是从另一页进行复制并随同新条目一起写入新的页中。恢复 现有条目的先前页中过时数据所占据的空间以在压缩FIT区块时使用。
如上文所述，各单独数据群组包含于单个区块或元块内，可在所述区块内的任一 字节边界上开始，并可具有等于任意整数个字节的长度。可在将每一数据群组写入存 储器中时由控制器对其附加一报头。此一报头可包含两个字段。第一字段包含用于标 识数据群组开头的代码。该代码对于所有数据群组可均相同，且被选取为位图案，所 述位图案不常存在于作为所述群组一部分加以存储的数据中，但并非所述代码必定永 远不出现于此种数据中。可通过如下方式找到数据群组的开头：由存储器控制器扫描 为该代码所存储的数据，然后当其找到所述代码的位图案时，确认其确实是数据群组 的开头而非群组内的数据。报头的第二字段使得能够进行该确认。该第二字段是一指 针，其指向包含所述数据群组的文件在FIT203(图20及22)中的文件条目。第二字 段界定FIT区块编号及FIT文件条目。控制器随后读取FIT文件条目，以查看其是否 指回至从中读出所述代码的数据群组。如果是，则确认所述代码是对其处于数据群组 报头内的指示。如果不是，则得知所述代码的位图案已从其他数据读出，因而被作为 数据群组报头忽略。
通过包含此一报头作为存储于各单独数据群组中的数据的一部分，存储器中任一 数据群组所属的文件均可通过如下方式加以确定：读取其报头并存取所述报头所指向 的FIT条目。FIT条目219(图22)可包含文件ID。此种能力在本文中例如用于在对 共用区块进行垃圾收集期间标识共用区块中的数据群组。如果因为共用区块内的一个 或多个其他数据群组过时而开始垃圾收集，则希望能够标识每一其余有效数据群组所 属的文件。
可并非使报头作为每一数据群组的一部分，而是可每一文件提供一个报头。当已 知文件中数据群组的FIT条目的位置时，较佳能够标识文件的完整路径名，且文件报 头使此成为可能。可提供此一报头作为FIT中文件的该组条目中的第一个，或者文件 目录中目录的一组条目中的第一个。
该文件报头包含一用于将其标识为FIT文件报头的代码、及一反向指针，所述反 向指针指向指向它的目录条目。FIT文件报头也可包含其他信息，例如文件长度及数 据群组的数量。另一选择为，报头条目可占据一个或多个正常条目的空间。
类似地，目录报头条目包含一用于将其标识为目录报头的代码、以及一反向指针， 所述反向指针指向指向它的目录条目。根目录是在其报头中以显式方式标识。目录报 头也可包含其他信息，例如目录中的条目数量。
作为对使用此种数据群组或文件报头的替代，可在每一共用区块的末尾写入一索 引，以标识共用区块中每一数据群组的相关文件。当关闭共用区块时，可写入此一索 引。所述索引较佳包含所述共用区块内每一数据群组在该区块中开始的物理字节地址、 及一指向该数据群组的FIT条目的指针。然后，可参照在每一数据群组的索引条目中 所提供的FIT条目来确定每一共用区块数据群组作为其一部分的文件。
如果希望使存储于存储器中的数据群组具有某种文件标识冗余度，则即使采用这 些共用区块索引，仍可保留上述数据群组报头。
由于存储装置管理文件目录及文件索引，因此其可控制报告给主机的装置配置参 数。而当如在现有商业系统中一样由主机管理装置的文件系统时，这通常是不可能的。 存储装置可改变所报告的存储容量，例如总装置的容量以及可用的未写入容量二者。
在直接文件接口处对文件所使用的路径名可标识存储装置自身的ID以及存储装 置内的分区。允许存储装置修改分区的大小及数量可以是一优点所在。如果一分区变 满，则可将来自一个或多个其他分区的未使用容量重新指配给满的分区。类似地，如 果创建新的分区，则可指配来自其他分区的未使用容量。该装置可如上文所述修改各 分区的所报告容量。
图20及21中所示的目录结构使用目录条目中的指针来识别该目录内各要素的一 组其他邻接目录的开头。该指针指向目录区块内的逻辑页，且当对应于该逻辑页的物 理页改变时仍保持不变。然而，目录内的要素数量会频繁地改变，且具体目录的该组 条目将频繁地需要从一个逻辑页移动至另一个逻辑页，或者需要在其当前逻辑页内移 动。此可导致频繁地需要更新目录区块内的指针参考项。在图23中显示一种用于替代 图21所示技术的目录结构条目加索引技术，其中其对应要素是以相同的参考编号加以 标识但增加一撇号(′)。
图23所示结构与图22所示FIT的结构相同，但具有与目录相关的不同术语。具 体条目并非如在图21中一样仅指向一页。此提供一种比上文参照图21所述方法更有 效地在目录区块内对规定目录的一组条目进行间接寻址的方法。对目录(图23)及FIT (图22)区块使用同一加索引方案将较为恰当，因为二者具有非常相似的特性及要求。 其均存储与目录或文件相关的成组的连续条目。对一组条目的更新可由改变现有条目 的内容、或者改变条目数量组成。
参照图22所述的用于更新FIT条目的方法会在对物理区块进行压缩之后使所述 区块中包含所述FIT条目的一定比例(例如50％)的页处于被擦除状态。此然后便允 许将更新后的FIT条目写入至被压缩区块的其余部分内。所有FIT区块均包含此种容 量开销，甚至当没有由区块加索引的文件实际打开时也如此。因此，FIT占用比所需 存储容量更大的存储容量。
一种替代的FIT更新方法是使更新后的各组FIT条目写入于单独的FIT更新区块 中，而非写入于其原先所处的区块中的可用被擦除容量中。图24及25分别概述利用 更新区块的文件目录与FIT加索引技术。这些技术是相同的，只是目录与FIT的术语 存在差别。
下文说明涉及到更新如图25中所示FIT区块中的群组条目，但同等地适用于更 新文件目录中的群组条目(图24)。
从FIT区块中读取群组条目如上文所述。FIT指针(FIT Pointer)的FIT区块编号 (FIT Block No)字段界定逻辑FIT区块。FIT区块列表(FIT Block List)包含于闪速 存储器中的数据结构中，并提供用于将FIT区块编号转换成其所处于的区块的物理地 址。每当在压缩或合并操作中移动FIT区块时，均更新FIT区块列表中的区块地址。
该区块中最近写入的页的文件指针(File Pointers)区域允许将FIT指针中的FIT 文件编号(FIT File No)值转换成文件指针，所述文件指针指明所规定文件的该组文 件群组条目(File Group Entries)的起点。随后可从FIT区块读取所述文件群组条目。
当更新群组条目的内容、或者文件的该组群组条目中的群组条目数量时，会将完 整的该组条目重写于一被擦除页中。(这是基于如下假定：页是闪速存储器中的最小编 程单位，在各次擦除操作之间禁止对同一页进行多次写入操作。)该组可占据多个页 (如果需要)。
在当前所述的技术中，该页是FIT区块中下一可用的页。在经过修订的方案中， 该页是单独FIT更新区块中下一可用的页。FIT更新区块具有与FIT区块相同的页结 构，如在图23中所示。其存在是由在FIT更新区块列表(FIT Update Block List)中存 在目标FIT区块编号来标识，所述FIT更新区块列表还编号更新区块的物理区块地址 及对应于原始FIT文件编号(FIT File No)的更新文件编号(Update File No)。每一所 更新的FIT区块均可存在单独的FIT更新区块，或者较佳地，一FIT更新区块可与多 个FIT区块相关。单个FIT区块也可与多个FIT更新区块相关。
当FIT更新区块变满时，其有效数据可以压缩形式写入至被擦除区块，所述被擦 除区块变为新的FIT更新区块。如果更新仅与几个文件相关，则可存在少至单页的有 效数据。可将多个FIT更新区块一同压缩至单个区块。如果所述更新区块与仍打开的 可能继续进行更新的一个或多个文件相关，则区块压缩优于区块合并。
当在FIT更新区块中更新文件的群组条目时，原始FIT区块中该文件的条目变得 过时。在某一阶段中，原始FIT区块必须经历垃圾收集操作，以对其进行整理。此可 通过将FIT区块与FIT更新区块中的有效数据合并至被擦除区块中来完成。
如果条目数量在更新过程中已增加，且有效数据无法合并至单个被擦除区块中， 则原先指配给该FIT区块的文件可重新指配给两个或更多个FIT区块，且可对两个或 更多个区块执行合并。
来自FIT更新区块的条目可与来自FIT区块的条目合并，且因此从FIT更新区块 中消除，而其他文件的条目则可保留在FIT更新区块中。
作为另一选择，可将目录区块与FIT区块结构并入单个索引区块(Index Block) 结构中，所述单个索引区块结构可包含目录条目与文件群组条目二者。当存在单独的 目录区块与FIT区块结构时，或者当存在一组合式索引区块结构时，一索引更新区块 (Index Update Block)可为目录条目及文件群组条目充当更新区块。
应认识到，上文参照图20-25所述的文件目录及FIT是在DOS系统上进行建模。 另一选择为，其可在Linux、Unix、NT文件系统(NTFS)或某种其他已知的操作系 统上进行建模。
具体存储器系统操作实例
图26-32所示的操作流程图提供如上文参照图2-6所述、但使用参照图9及图10-22 所述的直接文件接口技术的具体组合加以构造的存储器系统的操作的实例。包含于图 26-32的流程图中的功能主要由执行其所存储固件的控制器11(图2)来实施。
首先参见图26，其显示一总体系统操作。在第一步骤251中，将存储器系统初始 化，此包括处理器27(图2)执行ROM 29中的引导代码来将非易失性存储器中的固 件装入RAM 31中。在初始化之后，在该固件的控制下，存储器系统随后查找来自主 机系统的命令，如步骤253所示。如果主机命令待决，则从在图12中所列出的那些命 令中识别所述命令。如果为读取命令(图12A)，则在步骤255中识别出该命令并由一 在257处所指示的过程来执行，所述过程将在下文中参照图27进行更全面说明。如果 不是读取命令，则在图26的步骤259中识别出图12A所示写入、插入或更新编程命 令中的任一者，并由一作为图28的显示主题的过程261来执行。如果是删除或擦除命 令(图12B)，则在步骤262中识别出该命令并在步骤263中执行，如在图30中所更 详细说明。在图26的264处识别出来自主机的空闲命令(图12D)，且该命令引起在 图31的流程图中所示的垃圾收集操作265。图26-32所示的该实例是针对如前面所述 以元页及元块进行操作的存储器系统所述，但也可由组织成页及/或区块形式的存储器 系统执行。
如果主机命令并非读取、写入、插入、更新、删除、擦除或空闲命令，则在该具 体实例中，由图26的步骤267来执行此种另一命令。在这些其他命令中，有那些使得 将垃圾收集操作添加至一队列的命令，例如在图12B中所列且在上文所述的关闭命令 及关闭_后命令。在由步骤257、261、263、265或267中的任一步骤执行所接收命令 之后，下一步骤268询问优先权垃圾收集队列是否是空的。如果是，则所述处理返回 至步骤253来执行待决的主机命令(如果存在)。如果不是，则所述处理返回至步骤 265，以继续进行垃圾收集，而非允许可执行另一主机命令。对于参照图26-32的流程 图所述的具体实例，存在上文所述的五个不同的垃圾收集队列：两个优先权队列，其 用于过时元块(仅具有过时数据的元块)及具有过时数据的共用元块，其中所述过时 数据是因擦除命令而产生；两个其他队列，其用于过时元块及具有过时数据的共用元 块，其中所述过时数据是因执行除擦除命令之外的命令而产生；以及一个使得对文件 进行垃圾收集的队列。对于在这三个非优先权队列中所列的垃圾收集，赋予另一待决 的主机命令优先权来执行所列的垃圾收集操作。然而，对于优先权队列中的垃圾收集， 则赋予垃圾收集比执行新主机命令高的优先权。也就是说，可使主机等待至完成任何 垃圾收集操作后才可执行新的主机命令。这是因为主机此前已将优先权赋予使用擦除 命令来擦除优先权队列中的元块中的数据。优先权垃圾收集还使得以相对很短的处理 时间来产生额外的被擦除元块。但是如果无优先权，则当主机空闲时在后台执行垃圾 收集，或者当需要维持被擦除区块池时与其他操作相交织。如果步骤268确定出不存 在待决的优先权垃圾收集操作，则下一步骤随后是步骤253，在该步骤中执行新的主 机命令(如果有)。
返回图26中的步骤253，如果没有待决的主机命令，则执行垃圾收集265，包括 非优先权垃圾收集-如果步骤269确定出主机不活动或空闲已达一预定时间长度、或 者最近接收到的主机命令是空闲命令，或者步骤264确定出待决的主机命令是空闲命 令。在这些情况下，随后最可能完全在后台执行垃圾收集。
图27所示流程图的主题是在图26的步骤257中执行读取命令。第一步骤271是 读取文件索引表(FIT)，如上文参照图19及22所述。主机读取命令包括文件ID及文 件内要开始读取处的偏移量(参见图12A)。要读取的文件的所有FIT条目或者其某些 部分较佳从非易失性存储器读入控制器存储器31(图2)中，以避免每次需要非易失 性存储器中的某些数据时均需要从非易失性存储器中读取FIT。在步骤273中，将数 据群组编号计数器初始化为构成起始偏移量所在的所请求文件的数据群组的编号。这 是通过将主机所规定的起始偏移量与主机所指定文件的FIT条目中各数据群组的偏移 量进行比较来完成。接下来在步骤275中，将数据群组长度计数器初始化成从主机所 提供偏移量至数据群组末尾的初始数据群组内的数据量。每次读取一个数据群组，且 步骤273及275设置两个用于管理对第一数据群组的读取的计数器。所要读取的数据 在非易失性存储器内的起始物理字节位置是根据初始数据群组的FIT条目加以确定。 数据在群组内的逻辑偏移量与物理字节地址是线性相关的，因此如果读取不是在数据 群组的起始处开始，则根据主机所提供的在文件内的起始偏移量来计算开头字节地址。 另一选择为，为简化数据群组长度计数器的初始化，可将每一数据群组的长度添加至 FIT中的其记录219中(图22)。
在对各流程图的本说明的其余部分中，假定存储器系统是以元块进行操作，且数 据是以元页为单位进行读取及编程，如前面所述。在步骤277中从存储于非易失性存 储器中的包含起始字节地址的初始数据群组中读取数据元页。所读取数据通常随后写 入至控制器缓冲存储器(例如图2中的RAM 31)中，以便传送至主机。然后，在步 骤279中将数据群组长度计数器递减所述一个元页。然后在步骤281中读取该计数器， 以判定其是否已达到0。如果没有，则还有要读取的所述初始数据群组的数据。但是 在返回至步骤277以按次序读取下一数据元页之前，步骤283检查主机是否已发出另 一命令。如果是，则终止读取操作且该过程返回至图26的步骤253，以识别所接收的 命令并随后执行所述命令。如果不是，则通过在图27的步骤277及279中读取其下一 元页来继续读取所述初始数据群组。此会继续进行到通过步骤281确定出数据群组长 度计数器已到达0为止。
在发生此种情况时，在步骤285中再次读取文件的FIT条目，以在步骤287中确 定当前文件中是否存在要读取的其他数据群组。如果是，则在步骤289中更新数据群 组编号计数器，以标识下一数据群组，且在步骤291中将数据群组长度计数器初始化 成新群组中的数据长度。然后，如果通过步骤283确定出不存在待决的其他主机命令， 则在步骤277中读取新数据群组的第一元页。然后，对新数据群组的每一元页重复步 骤277及279，直到其所有数据均被读取为止，此时，步骤285及287判定是否仍存 在另一数据群组，依此类推。当通过步骤287判断出所述文件中处于主机所提供偏移 量之后的所有数据群组均已得到读取时，所述处理返回至图26的步骤253来执行另一 主机命令。
在其中使用一文件作为循环缓冲器的特殊情形中，可在图27的步骤287之后重 复对文件的读取，而非返回至图26的步骤253。在读取期间在步骤283中主机响应于 将数据写入至当前文件的主机命令而正对同一文件的数据进行编程的情况下，即能出 现此种情形。
在图28的流程图中给出图26的数据编程操作261的一实例。当从主机接收到图 12A所示的其中一个数据编程命令时，该命令包含数据所要写入的文件的文件ID。第 一步骤295判定该指定文件是否当前正打开以进行编程。如果是，则下一步骤297判 定在控制器缓冲器(例如图2中的RAM 31)中是否存在该文件的数据。数据是由主 机系统传送至控制器缓冲存储器中，并然后由存储器系统控制器传送至闪速存储器中。
但是，如果通过步骤295确定出主机所指定的文件未打开，则下一步骤299询问 存储器系统当前所打开的进行编程的文件数量是否等于或大于存储器系统允许同时打 开的最大数量N1。数量N1预设于存储器系统中，并可为5个、8个或某一其他数量 的文件。如果所打开文件的数量小于N1，则下一步骤301通过提供为将数据编程至新 文件所需的系统资源而打开新文件，且所述处理进行至步骤297。然而，如果在步骤 299中确定出打开的文件数量等于或大于N1，则需要首先关闭一当前打开的文件，如 步骤303所指示，才能在步骤301中打开新文件。在步骤303中选择关闭一打开的文 件的依据可各不相同，但最常见的将是主机最近写入数据最少的所打开的文件。据此 假定主机在近期不可能向该文件写入数据。但是如果在近期要向该文件写入数据，则 在另一打开的文件关闭之后重新打开该文件(如果此时需要如此)。
当在步骤297中确定出当前文件的至少一数据元页处于控制器缓冲器中时，则下 一步骤305判定存储器阵列内的元块是否已打开以进行编程。如果是，则随后在步骤 307中将数据从控制器缓冲存储器编程至打开的元块中。如果不是，则在步骤308中 通过提供为将数据编程至该元块中所需的系统资源而首先打开该元块。在该实例中， 每次以一个元页为单位将数据写入至打开的存储器元块中。一旦写入该数据单位，便 在下一步骤309中判定所打开的写入元块是否装满数据。如果没有，则所述过程通常 经过步骤311及313而回到步骤297，以重复所述过程以将下一数据元页编程于当前 打开的文件中。
然而，如果通过步骤309确定出所述写入元块已装满，则在步骤315中关闭该元 块，且在步骤317中更新FIT，包括关闭当前的数据群组，因为已到达存储器元块边 界。然后，在步骤318中更新较低优先权过时元块垃圾收集队列的元块条目。在步骤 317中进行FIT更新期间，判定对所述写入元块的填充是否已创建了另一包含当前文 件的所有过时数据的元块或者是一包含当前文件的过时数据的共用元块。如果是，则 在步骤318中将该元块加至一适当的较低优先权元块队列，以进行垃圾收集。然后， 所述处理返回至步骤311并经过步骤313回到步骤297。此次经过步骤305及307，步 骤308将打开新的写入元块，因为前一元块刚刚通过步骤315关闭。
在已通过一包含步骤307的路径写入每一数据元页之后，步骤311均询问当前存 在于被擦除元块池中的元块数量是否超过所已确定出的为有效操作存储器系统所需要 的最小数量N2。如果是，则步骤313询问是否已接收到另一主机命令。如果没有其他 待决的主机命令，则重复步骤297，以将下一数据元页编程至存储器内。但是，如果 已接收到主机命令，则在步骤319中更新FIT，以关闭已写入的数据群组。当在步骤 320(类似于上文所述的步骤318)中更新处于较低优先权过时元块垃圾收集队列中的 元块条目之后，所述过程返回至图26的步骤253。
但是，如果在图28的步骤311中确定出被擦除元块不足以存储数据(等于或少 于预设数量N2)，则执行一子例程以在后台中对文件或共用元块进行垃圾收集，以便 增大被擦除元块的数量。此种垃圾收集较佳并非在将每一数据元页写入存储器中之后 均执行，而是仅在每当已写入N3个元页之后执行。一写入元块元页编程计数器保持 对已接连编程而在其间未进行任何垃圾收集的主机数据元页的数量的计数值。每当执 行垃圾收集时，该计数器均复位至0，并此后每当对一数据元页进行编程时进行递增。 在步骤321中，判定该计数值是否超过预定数量N3。如果未超过，则在步骤323中将 计数器递增1，以记录一元页在步骤307中写入至存储器中。但是如果编程计数器的 计数值超过数量N3，则通过步骤325、327及329进行垃圾收集，随后在步骤331中 将编程计数器复位至0。
在该过程中的此时进行垃圾收集的目的是为被擦除元块持形成额外的被擦除元 块。但较佳每次通过执行步骤325、327及329仅执行垃圾收集操作的一部分。所述复 制操作划分成若干在时间上散布的较小操作，以使存储器不能供主机使用的间隔的持 续时间最小化，从而使对数据编程性能的影响最小化。且出于同一原因，仅每N3个 编程循环执行一次局部垃圾收集操作。尽管数量N2及N3可预设于系统中，然而另一 选择为，其也可在存储器系统的运行期间加以确定，以适应于可能遇到的特定情况。
由于对文件或共用元块进行完整垃圾收集操作以提供一个或多个额外被擦除元 块所需的大部分时间是由将有效数据复制至一个或多个复制元块中所耗用，因而在图 28中与数据编程相交织的主要是此种复制操作。步骤325选择前台模式进行垃圾收集 329，这参照图31的流程图进行说明。然后，将数据群组中某一预设数量的元页从进 行垃圾收集的元块中接连复制至先前被擦除的复制元块中。步骤327将以此种交织方 式复制的元页的计数器复位，以便在步骤329中，在所述操作从垃圾收集步骤返回至 数据编程循环之前复制预设数量的元页。然后，在每一垃圾收集操作329之后，通过 步骤331将步骤321所引用的写入元块元页编程计数器复位。此使得在前台中进行另 一垃圾收集操作之前，将N3个数据元页写入至存储器中，且从而使因垃圾收集所引 起的任何数据编程延迟分散。
该垃圾收集-编程算法的交织性质由图29中的时间线显示。在各次垃圾收集操作 之间，来自主机的N3个数据元页连续写入至存储器中。每一垃圾收集操作被限定为 复制N4个数据元页，此后进行另外N3个数据元页的编程。在处于垃圾收集阶段中的 同时，可使主机等待存储器系统完成垃圾收集后再将额外的数据元页传送至存储器系 统控制器缓冲器。
图26中删除文件例程263的执行是由图30的流程图进行显示。其主要目的是识 别具有所删除文件的过时数据的过时区块及共用区块，并随后将这些区块放置于适当 的垃圾收集队列中。当删除或擦除命令与所要删除的文件的名称或其他标识一同由存 储器系统接收到时，步骤335将数据群组编号计数器初始化至0。在步骤337中，读 取文件目录及文件索引表(FIT)，以获得存储于存储器中的构成所指定文件的数据群 组的身份。然后，通过递增指向逻辑序列中每一数据群组的数据群组编号计数器而每 次检查所述文件的每一数据群组。
对数据群组的第一询问339是其是否位于共用元块中。如果是，则步骤341将该 元块添加至共用元块垃圾收集队列中。如果所述文件是通过擦除命令删除，则将所述 元块置于优先权共用元块队列中，而如果是通过删除命令删除，则将所述元块置于另 一共用元块队列中。对具有所要删除的文件的数据群组的任何共用元块进行调度以进 行垃圾收集。如果通过步骤339确定出数据群组不处于共用元块中，则下一询问343 判定所述数据群组是否因处于过时元块垃圾收集队列中而处于一早已被调度进行垃圾 收集的元块中。如果所述元块早已被调度进行垃圾收集，则不应再将其添加至同一队 列中。但是，如果尚未得到调度，则通过步骤345将其添加至其中一个过时元块垃圾 收集队列中。如果文件是通过擦除命令被删除，则将元块置于优先权过时元块队列中， 而如果是通过删除命令被删除，则将其置于另一过时元块队列中。
在已执行步骤341或345之后，或者在步骤343中的询问得到肯定结果时，对于 一个数据群组的过程即告结束。在下一步骤347中递增数据群组编号计数器。然后， 进行关于在文件中是否存在另一数据群组的询问349。如果有，则所述处理返回至步 骤339，并对下一数据群组进行重复。如果没有，则得知所有包含所要删除文件的数 据的元块均已输入过时及共用元块垃圾收集队列中。然后，在步骤351中更新FIT， 以使所要删除的文件的数据群组记录变得过时。然后，当压缩FIT时，通常消除对过 时数据群组的FIT的记录。在最终步骤353中，更新文件目录201(图20)，以从中移 除所删除的文件。
图31的流程图图解说明图26所示垃圾收集操作265及图28所示垃圾收集操作 329的具体实例。当主机发送空闲命令(图26的步骤264)或者当主机已空闲一定时 间(图26的步骤265)时，该算法被输入后台，或者在编程操作(图28的步骤329) 过程中当在被擦除元块池中保留有不到N2个被擦除元块时，被输入前台。第一询问 355是是否存在尚未完成的仍在进行中的垃圾收集操作。从图31的该说明中将会看出， 所述处理在某些情况下退出垃圾收集，例如当主机发出另一命令或者当数据复制与其 他操作相交织时。因此，如果存在未完成的待决垃圾收集操作，则接着进行步骤357， 因为待决的垃圾收集被赋予优先权。但是如果通过步骤355确定出不存在待决的垃圾 收集操作，则随后在下一步骤356中查看各垃圾收集队列，以看其中是否存在至少一 个条目。如果存在，则在下一步骤358中根据上文所述的优先权来选择其中一个条目 (如果存在不止一个)。过时元块块队列中按次序的下一元块的垃圾收集通常将被赋予 高于共用元块队列中的元块或高于要进行垃圾收集的文件队列中的文件的优先权。这 是因为由于不需要复制任何数据，因而可通过对过时的元块进行垃圾收集来更快地增 大被擦除元块池的大小。
下一组步骤360、362及366针对所选的队列条目确定垃圾收集目标，因为所述 过程对文件、共用元块及过时元块而言是不同的。询问360询问其是否是正对文件进 行垃圾收集。如果是，则在步骤370及372中按次序读取所述文件的FIT条目，以设 定某些计数器及一计数值。在步骤370中，将第一计数器设定为文件中的数据群组数 量，并将第二计数器设定为文件的第一数据群组中数据元页的数量(长度)。如果FIT 数据群组条目的长度不属于其条目的一部分，则可根据FIT数据群组条目来计算该长 度。另一选择为，可包含每一数据群组的长度作为其在FIT中的条目的一部分，如在 图20及22中所示，以便无需每次需要数据群组长度时均对其进行计算。在步骤732 中，将第三计数器设定为存储于包含过时数据或其他文件的数据的存储区块中的当前 文件数据的元页数量。这是当前文件中需要移动的数据。该第三计数值较佳忽略所述 文件内的所有过时的及无效的数据群组。最后，对假如将文件的有效数据压缩至并填 充整数个元块时所将得到残留数据元页数量进行计数。换句话说，残留元页计数值是 文件中不到一元块的数据的量，假如在垃圾收集中包括所有含所述文件的数据的元块， 则所述数据将须占据一共用的或局部得到填充的元块。在设定这三个计数器并进行残 留元页计数及存储所述计数之后，在下一步骤359中对所述文件的数据进行垃圾收集。
返回至步骤360，如果步骤358所选的条目不是一文件，则下一询问362判定其 是否是将被进行垃圾收集的共用元块。如果是，则执行图32所示的共用元块垃圾收集 364。如果不是，则询问366判定所选条目是否对应于一过时元块，例如通过图30所 示步骤345添加至过时元块队列中的过时元块。如果是，则在步骤368中擦除所选元 块。在共用元块垃圾收集364、元块擦除368之后，或者如果询问366的结果是否定 的响应，则所述处理返回至图26所示步骤253。如果垃圾收集操作仍不完整，则其将 在下次进入垃圾收集算法时继续进行。
返回至步骤355，如果存在待决的垃圾收集，则将对其进行进一步处理。对于从 垃圾收集队列中所选的新的项，图31所示步骤357判定所述待决的操作是否对应于一 文件，如步骤360一样。如果不对应于一文件，则执行上文针对新的项所述的步骤362、 364、366及368的处理，并随后通过返回至图26所示步骤253来结束垃圾收集。
如果图31所示步骤357确定出继续进行的垃圾收集是对文件进行，则接下来进 行询问359。接下来的处理对于继续进行垃圾收集的文件(通过步骤357)或对于选自 队列中的其计数器及残留元页计数值通过步骤370及372加以设定的新文件(通过步 骤360)而言实质上相同。当对文件的垃圾收集正在进行并通过步骤357继续进行时， 当首先开始对文件进行垃圾收集时，对数据群组数量及文件元页数量计数器以及残留 元页计数值进行设定。数据群组数量及元页计数器可能已递减至不同于通过对当前文 件进行早先垃圾收集所最初计算出的值。当中止对文件的垃圾收集时，存储所有四个 值，并在对同一文件进行继续处理期间存取这四个值。
共用步骤359询问在当前数据群组内是否存在一个或多个尚待复制的元页。这是 参照数据群组长度计数器加以确定。通过各后续步骤每次检查及复制有效数据群组的 一个元页。如果通过步骤359确定出数据仍保留于待决数据群组中，则下一询问361 是判定一复制元块是否打开。如果是，则通过步骤363将所正进行垃圾收集的文件的 当前数据群组的一数据元页从存储其的元块中读出，并在步骤365中写入至复制元块。 然后在步骤367中将数据群组长度计数器递减一个元页，并在步骤369中将文件元页 计数器递减1。
如果通过步骤361确定出一复制元块未打开，则在下一步骤371中判定正进行垃 圾收集的文件是否是打开的文件。如果是，则在下一步骤373中打开一复制元块，且 所述过程随后进行至前面所述的步骤363。但是如果不是一打开的文件，则在下一步 骤375中询问文件元页计数器的递减后的计数值是否等于残留元页计数值。如果不等 于，则在步骤373中打开一复制元块。但是如果其相等，则此意味着在当前文件中不 再剩下要复制的数据元块。因此，在步骤377中，识别一打开的共用元块以将残留数 据写入其中。步骤363及之后的处理是将当前文件的当前数据群组的剩余元页复制至 一共用元块中。当通过步骤371确定出正被进行垃圾收集的是一打开的文件时，不采 用该路径，因为可将其他原本将填充另一元块的数据群组写入至当前文件中。在打开 的文件关闭之后，将其置于垃圾收集队列中，此时，通过步骤377将任何残留数据复 制至一共用元块。
图31所示询问379判定在写入该额外数据元页之后所述复制元块现在是否已满。 如果是，则在步骤381中关闭复制元块，并在步骤383中更新FIT，以反映该事实。 如果复制元块未满或者在步骤383之后，询问385判定被进行垃圾收集的元块中的所 有数据是否现在均已变无效。如果是，则在步骤387中擦除元块。如果不是，或者在 元块擦除之后，询问389询问在编程操作期间是否通过图28所示的步骤325设定前台 模式。如果不是，则图31所示步骤391判定一主机命令是否待决。如果是，且如果在 步骤392中确定正在进行的垃圾收集不具有优先权，则通过在步骤393中更新FIT并 随后返回至图26所示步骤253来中止垃圾收集。然而，如果在步骤391中确定一主机 命令不在待决，或者如果存在待决的主机命令且在步骤392中确定正在进行的垃圾收 集不具有优先权，则所述处理返回至询问359，以将下一数据元页从当前文件元块复 制至所示复制元块中。
如果图31所示询问389确定出已设定前台模式，则在下一步骤395中递增通过 图28所示步骤327复位的复制元块元页计数器。如果一步骤397确定已接连复制了预 设数量N4个元页，则在下一步骤399中将前台模式复位并通过步骤393更新FIT。但 是如果在达到数量N4之前还有元页要复制，则所述过程继续进行步骤359，除非询问 391确定存在待决的主机命令。如果存在待决的主机命令，则中断复制操作，且所述 过程返回至图26所示的步骤253。
返回至询问359，如果数据群组长度计数值为0，则此意味着已完成一个数据群 组从文件元块向复制元块的复制。在此种情形中，在步骤401中更新FIT以反映该状 态。接下来，在步骤403中参照数据群组编号计数器来判定正被进行垃圾收集的当前 文件是否包含另一数据群组。如果不包含，则对文件的垃圾收集已完成。然后，所述 过程返回至步骤356，以按次序对队列中的下一文件或元块进行垃圾收集。其将不返 回至步骤355，因为对当前文件的垃圾收集的完成意味着可不再存在正在进行且可重 新开始的文件垃圾收集。
如果从步骤403得知当前文件还存在至少一个要复制的数据群组，则在步骤405 中判定包含该下一数据群组的元块是否也包含其他过时的数据。如前面所述，对文件 的包含过时数据的元块进行垃圾收集，但较佳不对文件的不包含过时数据的元块进行 垃圾收集，除非所述元块是共用元块或包含文件的残留数据的不完整元块。因此，如 果在步骤405中判断出在下一数据群组的元块中存在过时数据，则在步骤407中将数 据群组编号计数器更新成按次序的下一数据群组的编号，且在步骤409中以新数据群 组中的数据量将数据群组长度计数器初始化。所述处理然后进行至步骤361，以按前 面所述的方式将第一元页的数据从文件的新数据群组复制至一复制元块中的下一被擦 除元页。
但是即使在步骤405中确定出在其中存在下一数据群组的元块中没有过时数据， 如果(1)下一数据群组是共用元块或者(2)处于不完整元块中且所述文件是关闭的 文件，则仍可进行对该元块中数据的垃圾收集。首先作出关于当前数据群组是否处于 共用元块中的询问411。如果是，则在下一步骤413中将共用元块添加至共用元块垃 圾收集队列中以便此后进行垃圾收集，但所述过程继续进行步骤407及409，以将数 据群组编号计数器及数据群组长度计数器更新成要由步骤361等等进行复制的下一元 块的值。然而，如果当前数据群组不处于共用元块中，则在步骤415中询问当前数据 群组是否处于不完整的元块中。换句话说，步骤415判定当前数据群组是否存在于仍 具有至少最小量的被擦除容量的元块中(例如图15所示的数据群组F3，D3)。如果不 是，则不复制当前数据群组，而是所述处理返回至步骤403以处理所述文件的下一数 据群组(如果存在一个下一数据群组)。但是，如果当前数据群组处于不完整的元块中， 则下一询问417询问所述不完整元块是否包含打开的文件的数据。如果是，则通过返 回至询问403来跳过对当前数据群组的复制，以继续所述文件的任何其他数据群组。 但是如果其中存在下一数据群组的元块并不包含打开的文件的数据，则对该下一数据 群组执行步骤407、409、361等等。
返回至图31的步骤356，甚至在判断出在垃圾收集队列中不存在文件或元块时， 也可进行垃圾收集。如果不存在，而是结束所述过程，则在步骤421中检查在被擦除 元块池中是否存在多于N2个被擦除元块。如果是，则垃圾收集过程结束并返回至图 26所示的步骤253。但是如果在系统中不存在多于N2个被擦除元块，则获取机会从 步骤421开始执行垃圾收集。如步骤423所示，此种垃圾收集可对打开的文件(如果 存在一个打开的文件)进行。由于队列中无任何项，因而当所述池中被擦除元块的数 量为N2或以下时，有可能不存在任何其他更多被擦除元块来源。如果存在多于一个 打开的文件，则在步骤425中选择其中一个。然后如前面所述通过步骤370、372及 359对打开的文件进行所述处理。
当图31中的询问362确定出正对共用元块中的数据群组执行当前的垃圾收集操 作时，垃圾收集364略微不同于上文针对其他元块所述。图32所示流程图概述对共用 元块的垃圾收集。在步骤431中询问垃圾收集是否正在进行中且因此重新开始。如果 是，则数据群组长度计数器保留有所述垃圾收集中止时的最后值。如果不是，则首先 在步骤435中参照作为处理对象的第一数据群组的FIT来将数据群组编号计数器初始 化，并随后通过步骤433确定该数据群组的长度。
当通过步骤433确定出数据群组长度计数器大于0时，则对当前数据群组的复制 开始。在步骤437中，从共用元块中读取当前数据群组的元页，并在步骤439中将所 述元页编程至打开的共用元块中。在步骤441中，然后将数据群组长度计数器递减一 个元页。如果如步骤443所示在前台进行垃圾收集，则在步骤445中使所述复制元块 元页计数器递增1。该计数器记录在当前序列中所已复制的数据元页的数量。如果在 步骤447中确定出该计数值超过预定数量N4，则所述过程随后在步骤449中退出前台 模式。随后在步骤451中更新FIT，且所述处理返回至图26所示的步骤253。
如果通过图32中的步骤447确定出所述复制元块元页计数器的值为N4或以下， 则在下一步骤中询问是否有一主机命令待决。如果是，则在步骤451中更新FIT，且 所述处理返回至图26的步骤253，以便可执行待决的主机命令。如果不是，则所述处 理返回至图32的步骤433，以询问在当前数据群组中是否存在另一数据元页，且如果 存在，则将其从过时共用元块复制至打开的共用元块，等等。类似地，如果在步骤443 中确定出未在前台执行垃圾收集，则接下来执行步骤453。除非在步骤453中确定出 有一主机命令待决，否则所述处理随后返回至步骤433，以潜在地复制当前数据群组 中的下一数据元页，而无论所述复制元块元页计数器是否超过N4，因为已绕过了步骤 447。在此种情形中，垃圾收集是在后台执行。
返回至图32中的步骤433，如果数据群组长度计数值不大于0，则得知当前数据 群组的所有元页均已得到复制。然后在步骤455中更新FIT，且在步骤457中判定在 被进行垃圾收集的共用元块中是否存在另一数据群组。如果不存在，则在步骤459中 擦除过时的共用元块，且所述处理返回至图26所示的步骤253。但是，如果在共用元 块中存在另一数据群组，则在步骤461中更新数据群组编号计数器。然后在步骤463 中从共用元块索引读取FIT指针，且在步骤465中读取由该指针所界定的FIT条目。 如果在步骤467中确定出FIT条目与当前数据群组相一致，则一询问468判定当前数 据群组是否是已识别出的残留数据的一部分。如果是，则在步骤469中使数据群组长 度计数器初始化至从FIT读取的数据群组的长度。
但是如果在步骤468中确定出当前数据群组不处于现有残留数据中，则然后在步 骤470中识别由其作为一部分的新残留数据。在步骤471中，然后识别具有足以存储 新残留数据的所有数据的空间的打开的共用区块。此会防止当残留数据包含两个或更 多个数据群组时在两个或更多个不同元块之间划分文件的残留数据。否则，假如独立 地复制这两个或更多个数据群组，则可能会发生此种情况。在此种情形中，可能将第 一数据群组复制至具有足以存储该数据群组的被擦除空间但不具有也足以存储第二数 据群组的空间的共用区块中。然后，第二数据群组会复制至一不同的共用区块。这将 是人们所不期望的，因为不应将文件的残留数据在两个不同元块之间进行划分。假如 这样对其进行划分，则对文件或对共用区块的垃圾收集将耗用更多的时间。
然后，在步骤469中将当前数据群组的数据群组长度计数器初始化。在步骤437 及439中将当前数据群组的第一数据元页从共用元块复制至所识别的打开的共用元块 中。然而，如果在步骤467中确定出FIT条目不与当前数据群组相一致，则所述处理 返回至步骤457，以判定在共用元块中是否存在另一数据群组。
图32中流程图所示的垃圾收集继续进行，直至当前共用区块的所有有效数据群 组均已复制至一先前被擦除的元块(其随后变为新的共用元块)或者复制至一个或多 个打开的共用元块为止。可将不同文件的数据群组复制至不同的打开的共用元块。所 述共用元块先前置于垃圾收集队列中，因为其包含过时的数据群组。对共用元块中每 一有效数据群组的所有数据元页进行完整传送会使得对于每一此种元页均经过图32 所示各步骤一遍。如果垃圾收集是在前台进行，则此种复制可每N4个元页中断一次， 或者当在前台或后台运行时接收到新主机命令时中断。
作为永久性预设N3及N4数值的替代方式，可由存储器系统控制器响应于主机 的数据编程图案来更改这些数值，以保持均匀的数据编程速度。
存储区块在操作期间的各种状态
图33的图式显示在上述类型直接文件存储存储器系统内，系统中存储区块或元 块的各种单独状态、这些状态之间的变迁。
在左边的栏中，显示区块501处于被擦除状态，处于被擦除区块池中。
在下一栏中，区块503、505及507分别包含某些有效数据，但还具有可在其中 写入主机数据的被擦除容量。写入区块503被局部写入有单个文件的有效数据，且所 述文件的其他数据在由主机提供时应写入至该区块。复制区块505被局部写入有单个 文件的有效数据，且所述文件的其他数据当在对所述文件进行垃圾收集期间得到复制 时应写入至该区块。打开的共用区块507被局部写入有两个或更多个文件的有效数据， 且在垃圾收集期间可将任何文件的残留数据群组写入至该区块。
下一栏的区块509及511则充满文件数据。文件区块509充满单个文件的有效数 据。共用区块511充满两个或更多个文件的有效数据。
靠近图33的右手栏包括区块513、515、517、519及521，其分别包含某些过时 数据。过时文件区块513充满单个文件的有效数据与过时数据的任意组合。过时写入 区块515被局部写入有单个文件的有效数据与过时数据的任意组合，且所述文件的其 他数据在由主机提供时应写入至该区块。过时复制区块517被局部写入有单个文件的 有效数据与过时数据的任意组合。过时打开共用区块519被局部写入有两个或更多个 文件的有效数据与过时数据的任意组合。过时共用区块521充满两个或更多个文件的 有效数据与过时数据的任意组合。
图33右手栏中的过时区块523仅包含过时数据。
各个区块在图33所示各区块状态之间的变迁也由以小写字母进行标记的线加以 显示。这些变迁如下：
a-被擦除区块501至写入区块503：将单个主机文件的数据写入至被擦除区块。
b-写入区块503至写入区块503：将来自主机的单个文件的数据写入至该文件的 写入区块中。
c-写入区块503至文件区块509：写入来自主机的单个文件的数据以填充该文件 的一写入区块。
d-文件区块509至过时文件区块513：文件区块中数据的一部分因主机在该文件 的写入区块中写入所述数据的更新版本而变得过时。
e-过时文件区块513至过时区块523：过时文件区块中的所有有效数据因在垃圾 收集期间所述数据被复制至另一区块或因主机删除所述文件而变得过时。
f-写入区块503至过时写入区块515：写入区块中数据的一部分因主机将所述数 据的更新版本写入于同一写入区块中、或者因在垃圾收集期间将所述数据复制至另一 区块中而变得过时。
g-过时写入区块515至过时写入区块513：将来自主机的单个文件的数据写入至 该文件的过时写入区块。
h-过时写入区块515至过时文件区块513：写入来自主机的单个文件的数据，以 填充该文件的过时写入区块。
i-过时写入区块515至过时区块523：过时写入区块中的所有有效数据因在垃圾 收集期间将所述数据复制至另一区块或因主机删除所述文件而变得过时。
j-被擦除区块501至复制区块505：在垃圾收集期间将单个文件的数据从另一区 块复制至被擦除区块。
k-写入区块至复制区块505：在垃圾收集期间将单个文件的数据从另一区块复制 至该文件的一写入区块。
l-复制区块505至复制区块505：在垃圾收集期间将单个文件的数据从另一区块 复制至该文件的一复制区块。
m-复制区块505至文件区块509：在垃圾收集期间从另一区块复制单个文件的 数据，以填充该文件的一复制区块。
n-复制区块505至写入区块503：当在垃圾收集期间重新打开来自主机的单个文 件时，将所述单个文件的数据写入该文件的复制区块中。
o-复制区块505至过时复制区块517：复制区块中的一部分或所有数据因主机在 所述文件的写入区块中写入所述数据的更新版本或者因主机删除所述文件而变得过 时。
p-过时复制区块517至过时区块523：过时复制区块中的所有有效数据因在垃圾 收集期间将所述数据复制至另一区块或者因主机删除所述文件而变得过时。
q-写入区块503至打开的共用区块507：在垃圾收集期间将文件的残留数据写入 至一不同的关闭的文件的写入区块中。
r-在垃圾收集期间将文件的残留数据写入至一包含不同文件的残留数据的复制 区块中。
s-在垃圾收集期间将文件的残留数据从一不同的区块复制至一打开的共用区 块。
t-打开的共用区块507至过时的打开的共用区块519：打开的共用区块中一个文 件的一部分或所有数据因主机将所述数据的更新版本写入所述文件的写入区块中、因 在垃圾收集期间将所述数据复制至另一区块、或者因主机删除所述文件而变得过时。
u-过时的打开的共用区块519至过时区块523：过时的打开的共用区块中的所有 有效数据因在垃圾收集期间将所述数据复制至另一区块或者因主机删除所述文件而变 得过时。
v-打开的共用区块507至共用区块511：在垃圾收集期间从另一区块复制文件的 残留数据群组，以填充该文件的打开的共用区块。
w-共用区块511至过时共用区块521：共用区块中一个文件的一部分或所有数 据因主机将所述数据的更新版本写入至所述文件的写入区块中、因在垃圾收集期间将 所述数据写入至另一区块中、或者因主机删除所述文件而变得过时。
x-过时共用区块521至过时区块523：过时共用区块中的所有有效数据因在垃圾 收集期间将数据复制至另一区块中或者因主机删除所述文件而变得过时。
y-写入区块503至过时区块523：写入区块中单个文件的所有有效数据因主机删 除所述文件而变得过时。
z-复制区块505至过时区块523：复制区块中的所有有效数据因在垃圾收集期间 将数据复制至另一区块或者因主机删除所述文件而变得过时。
aa-文件区块509至过时区块523：文件区块中的所有数据因主机删除所述文件 而变得过时。
ab-过时区块523至被擦除区块501：在垃圾收集期间存储过时区块。
D.结论
虽然已根据本发明的各实例性实施例对本发明的各个方面进行了阐述，但应了 解，本发明有权在随附权利要求书的整个范围内受到保护。