JP2903413B2 - DRAM refresh control method - Google Patents
DRAM refresh control methodInfo
- Publication number
- JP2903413B2 JP2903413B2 JP2044226A JP4422690A JP2903413B2 JP 2903413 B2 JP2903413 B2 JP 2903413B2 JP 2044226 A JP2044226 A JP 2044226A JP 4422690 A JP4422690 A JP 4422690A JP 2903413 B2 JP2903413 B2 JP 2903413B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- access
- refresh
- refreshment
- request
- dram
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Description
【発明の詳細な説明】 [産業上の利用分野] この発明は、DRAMのリフレッシュ制御方法に関し、さ
らに詳しくは、リフレッシュメントによるCPUのアクセ
スの遅れを軽減することが出来るDRAMのリフレッシュ制
御方法に関する。Description: BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention relates to a DRAM refresh control method, and more particularly, to a DRAM refresh control method capable of reducing a delay in CPU access due to refreshment.
[従来の技術] 従来、DRAMのリフレッシュメントは、規格で定められ
たリフレッシュメント間隔tREFの間に、規格で定められ
た必要リフレッシュメントサイクル数nのリフレッシュ
メントを行っている。例えば、1MビットDRAMの場合、リ
フレッシュメント間隔tREF=8ms,必要リフレッシュメン
トサイクル数n=512であるため、15.63μs(=8ms/51
2サイクル)毎にリフレッシュメントを行っている。[Related Art] Conventionally, in DRAM refreshment, refreshment is performed for a required refreshment cycle number n defined by the standard during a refreshment interval t REF defined by the standard. For example, in the case of a 1 Mbit DRAM, since the refreshment interval t REF = 8 ms and the required number of refreshment cycles n = 512, 15.63 μs (= 8 ms / 51)
Refreshment is performed every two cycles).
もし、リフレッシュメントとCPUからのアクセスが競
合したときは、リフレッシュメントを優先させ、アクセ
スを待たせている。If the refreshment conflicts with the access from the CPU, the refreshment is prioritized and the access is made to wait.
第6図はこれを示したもので、8msの間に512サイクル
のリフレッシュ要求RQが出され、CPUからのアクセス要
求AQがないときは、リフレッシュ要求RQに応じてリフレ
ッシュ信号rを発生し、このリフレッシュ信号rに応じ
てDRAMがリフレッシュされる。FIG. 6 shows this, in which a refresh request RQ of 512 cycles is issued within 8 ms, and when there is no access request AQ from the CPU, a refresh signal r is generated in response to the refresh request RQ. The DRAM is refreshed according to the refresh signal r.
一方、CPUからのアクセス要求AQがあり、それがリフ
レッシュ要求RQと重ならないときは、アクセス要求AQに
応じてアクセス信号aを発生し、このアクセス信号aに
よりCPUはDRAMにアクセス可能となる。On the other hand, when there is an access request AQ from the CPU and it does not overlap with the refresh request RQ, an access signal a is generated according to the access request AQ, and the access signal a allows the CPU to access the DRAM.
リフレッシュ要求RQとアクセス要求AQとが競合した場
合(例えばRQ512とAQ03)は、リフレッシュ要求RQが優
先され、リフレッシュ信号rを発生する。アクセス要求
AQは待たされ、前記リフレッシュメントが終わった後、
アクセス信号aを発生する。When the refresh request RQ and the access request AQ conflict (for example, RQ512 and AQ03), the refresh request RQ is given priority and the refresh signal r is generated. Access request
AQ is waiting, after the refreshment is over,
An access signal a is generated.
[発明が解決しようとする課題] 上記のように、従来はリフレッシュメントとCPUから
のアクセスとが重なった場合は、リフレッシュメントが
優先され、アクセスは待たされている。[Problems to be Solved by the Invention] As described above, conventionally, when a refreshment and an access from the CPU overlap, the refreshment has priority and the access is awaited.
しかし、CPUからのアクセスを遅らせることは、処理
のオーバーヘッドとなる問題点がある。特に、高速ペー
ジモードやスタティックカラムモードを使用してアクセ
スしている途中にリフレッシュメントを割り込ませる
と、▲▼を一度インアクティブにしなければなら
ないため、アクセスの遅れが大きく、処理のオーバーヘ
ッドも大きくなっていた。However, delaying access from the CPU has a problem of processing overhead. In particular, if a refreshment is interrupted while accessing using the high-speed page mode or static column mode, the ▲ ▼ must be made inactive once, causing a large access delay and a large processing overhead. I was
そこで、この発明の目的は、リフレシュメントによる
アクセスの遅れを軽減することが出来るDRAMのリフレッ
シュ制御方法を提供することにある。SUMMARY OF THE INVENTION An object of the present invention is to provide a DRAM refresh control method that can reduce access delay due to refreshment.
[課題を解決するための手段] この発明のDRAMのリフレッシュ制御方法は、リフレッ
シュメント間隔tREF,必要なリフレッシュメントサイク
ル数nのDRAMに対して、期間T=tREFの間にサイクル数
M=n+X(但し、Xは自然数)でリフレッシュメント
を行うと共に、アクセスと競合したときは、最大待機時
間Wmax=XT/Mまでリフレッシュメントを待たせて前記ア
クセスを優先することを構成上の特徴とするものであ
る。[Means for Solving the Problems] The DRAM refresh control method according to the present invention provides a DRAM having a refreshment interval t REF and a required refreshment cycle number n for a period T = t REF. The configuration is characterized in that refreshment is performed with n + X (where X is a natural number), and when contention with access occurs, the refreshment is waited for a maximum standby time Wmax = XT / M, and the access is prioritized. Is what you do.
[作用] この発明のDRAMのリフレッシュ制御方法では、DRAMの
規格によりリフレッシュメント間隔tREFと等しい期間T
の間に、DRAMの規格による必要リフレッシュメントサイ
クル数nよりもXサイクル多いサイクル数Mで、リフレ
ッシュメントを行う。[Operation] According to the DRAM refresh control method of the present invention, the period T equal to the refreshment interval t REF is determined by the DRAM standard.
During this period, refreshment is performed with a cycle number M which is X cycles larger than the required refreshment cycle number n according to the DRAM standard.
リフレッシュメントとアクセスとが競合したときは、
最大待機時間Wmaxの間はアクセスを優先するから、CPU
のアクセスの遅れがなくなり、オーバーヘッドがなくな
る。When refreshment and access conflict,
Access is prioritized during the maximum wait time W max , so the CPU
Access delay and overhead is eliminated.
ここで、最大待機時間Wmax=XT/Mであるから、最大待
機時間Wmaxまでリフレッシュメントが待たされたとき
は、リフレッシュメントのサイクル数はM−Xとなる
が、M=n+Xであるから、必要リフレッシュメントサ
イクル数nを確保できることとなり、DRAMの記憶内容が
消失することはない。Here, since the maximum standby time W max = XT / M, when the refreshment is waited up to the maximum standby time W max , the number of cycles of the refreshment is MX, but M = n + X. Thus, the required refreshment cycle number n can be secured, and the stored contents of the DRAM are not lost.
CPUからのアクセスが、最大待機時間Wmax以上連続し
たときはCPUのアクセスが遅れることになるが、これは
従来と同じで、悪くなるわけではない。また、CPUがこ
のように長時間連続してアクセスする頻度は少ないた
め、実際上は、リフレッシュメントによってアクセスを
遅らされることはほとんどなくなる。When the access from the CPU continues for the maximum standby time Wmax or more, the access of the CPU is delayed. However, this is the same as the conventional case, and does not deteriorate. In addition, since the frequency of continuous access by the CPU for such a long time is low, in practice, access is hardly delayed by refreshment.
[実施例] 以下、図に示す実施例に基づいてこの発明をさらに詳
しく説明する。なお、これによりこの発明が限定される
ものではない。[Example] Hereinafter, the present invention will be described in more detail based on an example shown in the drawings. It should be noted that the present invention is not limited by this.
第4図は、この発明のDRAMのリフレッシュ制御方法を
実施する処理システム1のブロック図である。リフレッ
シュは、▲▼オンリ・リフレッシュ方式で行われ
る。FIG. 4 is a block diagram of a processing system 1 that implements the DRAM refresh control method of the present invention. The refresh is performed by the ▲ ▼ only refresh method.
この処理システム1において、バス2には、CPU3と、
アクセス要求回路4と、メモリコントローラ6を介して
DRAM7とが接続されている。In this processing system 1, a bus 2 includes a CPU 3,
Via the access request circuit 4 and the memory controller 6
DRAM7 is connected.
アービタ5は、アクセス要求回路4からのアクセス要
求AQと,リフレッシュ要求回路8からのリフレッシュ要
求AQの競合を調停し、アクセス信号aまたはリフレッシ
ュ信号rをメモリコントローラ6に与える。この動作は
後述する。The arbiter 5 arbitrates contention between the access request AQ from the access request circuit 4 and the refresh request AQ from the refresh request circuit 8, and supplies an access signal a or a refresh signal r to the memory controller 6. This operation will be described later.
メモリコントローラ6は、アクセス信号aが入力され
ると、CPU3をDRAM7にアクセスさせ、リフレッシュ信号
rが入力されると、DRAM7をリフレッシュする。The memory controller 6 causes the CPU 3 to access the DRAM 7 when the access signal a is input, and refreshes the DRAM 7 when the refresh signal r is input.
説明の都合上、DARM7のリフレッッシュメント間隔t
REF=8ms,必要リフレッシュメントサイクル数n=512と
する。For the sake of explanation, DARM7 refresh interval t
REF = 8 ms and the required refreshment cycle number n = 512.
リフレッシュ要求回路8は、期間T=tREF=8msの間
にサイクル数N=n+X=512+1でリフレッシュ要求R
Qを出力する。即ち、15.59μs(8ms/513サイクル)毎
にリフレッシュ要求RQを出力する。The refresh request circuit 8 generates a refresh request R with a cycle number N = n + X = 512 + 1 during a period T = t REF = 8 ms.
Output Q That is, the refresh request RQ is output every 15.59 μs (8 ms / 513 cycles).
アービタ5は、リフレッシュ要求RQが入力されないと
きにアクセス要求AQが入力されると、アクセス信号aを
出力する。リフレッシュ要求RQが入力されたときは、イ
ンタラプトにより第1図に示すフローチャートのように
作動する。The arbiter 5 outputs the access signal a when the access request AQ is input when the refresh request RQ is not input. When the refresh request RQ is input, the operation is performed by an interrupt as shown in the flowchart of FIG.
ステップS1では、同時にアクセス要求AQが入力されて
ないかをチェックする。入力されていなければステップ
S2に進み、リフレッシュ信号rを出力する。In step S1, it is checked whether an access request AQ has been input at the same time. Step if not entered
Proceed to S2 to output a refresh signal r.
競合するアクセス要求AQが入力されていれば、ステッ
プS3に進み、待機ループ中でのインタラプトか否かを判
定する。待機ループ中とは、ステップS5においてアクセ
ス要求AQが無くなるまでリフレッシュ信号rの出力を待
たせているループを言う。If the conflicting access request AQ has been input, the process proceeds to step S3, and it is determined whether or not the interrupt is in a standby loop. The standby loop refers to a loop in which the output of the refresh signal r is kept waiting until the access request AQ disappears in step S5.
待機ループ中でのインタラプトでなければ、ステップ
S4でアクセスを優先し、アクセス信号aを出力する。そ
して、ステップS5でアクセス要求AQがなくなるのを待
ち、アクセス要求AQがなくなると、ステプS6に進み、リ
フレッシュ信号rを出力する。Step if not interrupt in wait loop
At S4, access is prioritized, and an access signal a is output. Then, in step S5, the process waits until the access request AQ disappears, and when the access request AQ disappears, the process proceeds to step S6, and outputs the refresh signal r.
一方、ステップS3で、待機ループ中でのインタラプト
であれば、ステップS7に進み、リフレッシュメントを優
先して、リフレッシュ信号rを出力する。このリフレッ
シュメントが終わった後、アクセス信号aを出力する。
すなわち、この場合にはCPU3のアクセスが遅らされるこ
とになる。On the other hand, if it is determined in step S3 that the interrupt is in the standby loop, the process proceeds to step S7, and the refresh signal r is output with priority given to the refreshment. After the refreshment is completed, the access signal a is output.
That is, in this case, the access of the CPU 3 is delayed.
さて、第2図は上記ステップS1〜S6までの処理(ステ
プS7を行わない)を説明する模式図である。FIG. 2 is a schematic diagram for explaining the processing of steps S1 to S6 (step S7 is not performed).
リフレッシュ要求RQは、8msの間に513サイクル出力さ
れ、競合するアクセス要求AQがないときは、リフレッシ
ュ要求RQ(例えばRQ001)に応じてリフレッシュ信号r
が出力される。The refresh request RQ is output for 513 cycles during 8 ms, and when there is no conflicting access request AQ, the refresh signal r is output in response to the refresh request RQ (for example, RQ001).
Is output.
リフレッシュ要求RQがないときに、アクセス要求AQが
入力されると、アクセス要求AQ(例えばAQ01およびAQ0
2)に応じてアクセス信号aが出力される。When the access request AQ is input when there is no refresh request RQ, the access request AQ (for example, AQ01 and AQ0)
The access signal a is output according to 2).
リフレッシュ要求RQ(例えばRQ513)とアクセスAQ
(例えばAQ03)とが重なると、アクセス要求AQ(例えば
AQ03)が優先され、アクセス信号aが出力される。この
後、アクセス要求AQ(例えばAQ04およびAQ05)が続いて
いると、アクセス信号aが続いて出力され、アクセス要
求AQがなくなった後、前記リクエスト要求RQ(例えばRQ
513)に基づくリフレッシュ信号rが出力される。Refresh request RQ (for example, RQ513) and access AQ
(For example, AQ03), the access request AQ (for example,
AQ03) has priority, and the access signal a is output. Thereafter, if the access request AQ (for example, AQ04 and AQ05) continues, the access signal a is continuously output, and after the access request AQ disappears, the request request RQ (for example, RQ
A refresh signal r based on 513) is output.
この場合、8msの間に513サイクルのリフレッシュメン
トが行われるから、DRAM7の規格の要求を満足してお
り、DARMの記憶内容が消失することはない。しかも、ア
クセス要求AQは遅らされない。In this case, the refreshment of 513 cycles is performed within 8 ms, so that the requirements of the standard of the DRAM 7 are satisfied, and the stored contents of the DARM are not lost. Moreover, the access request AQ is not delayed.
次に、第3図はステップS1からステップS7まで行う処
理を示している。すなわち、アクセス要求AQが15.59μ
s(8ms/513サイクル)以上連続した場合を示してい
る。Next, FIG. 3 shows a process performed from step S1 to step S7. That is, the access request AQ is 15.59μ
This shows a case in which s (8 ms / 513 cycles) or more continues.
アクセス要求AQ(例えばAQ03)と競合したリフレッシ
ュ要求RQ(例えばRQ513)は最大待機時間Wmax=XT/M=
1×8ms/513サイクル=15.59μsまで待たされるが、最
大待機時間Wmaxになると、アクセス要求AQ(例えばAQ7
0)があってもリフレッシュ要求RQを優先させ、リフレ
ッシュ信号rを出力する。The refresh request RQ (eg, RQ513) competing with the access request AQ (eg, AQ03) has a maximum waiting time W max = XT / M =
1 × 8 ms / 513 cycles = 15.59 μs, but when the maximum waiting time W max is reached, the access request AQ (for example, AQ7
0), the refresh request RQ is prioritized, and the refresh signal r is output.
この場合、8msの間に512サイクルのリフレッシュメン
トが行われており、DRAM7の規格を満足している。In this case, refreshment of 512 cycles is performed within 8 ms, which satisfies the standard of DRAM7.
CPU3のアクセスは遅らされることになるが、この第3
図のようにアクセス要求AQが連続する場合よりも前記第
2図のようにアクセス要求AQが連続しない場合の方が多
いため、CPU3のアクセスの遅れが軽減されて、処理のオ
ーバーヘッドを低減できる。The access of CPU3 will be delayed, but this third
Since there are more cases where the access requests AQ are not continuous as shown in FIG. 2 than in the case where the access requests AQ are continuous as shown in FIG. 2, the delay of the access of the CPU 3 is reduced and the processing overhead can be reduced.
第5図は、▲▼ビフォア▲▼リフレッシ
ュ方式による処理システム21のブロック図である。FIG. 5 is a block diagram of the processing system 21 based on the before-refresh method.
この処理システム21において、バス2,CPU3,アクセス
要求回路4,アービタ5,DRAM7およびリフレッシュ要求回
路8は、第4図の対応する構成要素と同様の構成要素で
ある。In this processing system 21, the bus 2, the CPU 3, the access request circuit 4, the arbiter 5, the DRAM 7, and the refresh request circuit 8 are the same components as the corresponding components in FIG.
異なる点は、リフレッシュ信号rをカウントしてリフ
レッシュアドレスを出力するリフレッシュカウンタ28が
設けられている点と、そのリフレッシュアドレスをDRAM
に与えるメモリコントローラ26を有している点である。The difference is that a refresh counter 28 that counts a refresh signal r and outputs a refresh address is provided, and that the refresh address is
In that it has a memory controller 26 for
この発明に係る作動は、先述の説明と同じであり、省
略する。The operation according to the present invention is the same as that described above, and a description thereof will be omitted.
[発明の効果] この発明のDRAMのリフレッシュ制御方法によれば、リ
フレッシュメントとCPUのアクセスとが重なることによ
るCPUのアクセスの遅れが軽減されるため、処理のオー
バーヘッドが低減される。[Advantage of the Invention] According to the DRAM refresh control method of the present invention, the delay of CPU access due to the overlap between refreshment and CPU access is reduced, thereby reducing processing overhead.
第1図はこの発明のDRAMのリフレッシュ制御方法に係る
作動のフローチャート、第2図および第3図はそれぞれ
第1図のフローチャートの処理の説明図、第4図はこの
発明のDRAMのリフレッシュ制御方法を実施する処理シス
テムのブロック図、第5図はこの発明のDRAMのリフレッ
シュ制御方法を実施する他の処理システムのブロック
図、第6図は従来のDRAMのリフレッシュ制御方法の説明
図である。 (符号の説明) 3……CPU、4……アクセス要求回路 5……アービタ、6……メモリコントローラ 7……DRAM、8……リフレッシュ要求回路 26……メモリコントローラ 28……リフレッシュカウンタ。FIG. 1 is a flowchart of the operation according to the DRAM refresh control method of the present invention, FIGS. 2 and 3 are explanatory diagrams of the processing of the flowchart of FIG. 1, and FIG. 4 is a DRAM refresh control method of the present invention. FIG. 5 is a block diagram of another processing system for implementing the DRAM refresh control method of the present invention, and FIG. 6 is an explanatory diagram of a conventional DRAM refresh control method. (Explanation of symbols) 3 CPU, 4 Access request circuit 5 Arbiter, 6 Memory controller 7 DRAM, 8 Refresh request circuit 26 Memory controller 28 Refresh counter.
Claims (1)
レッシュメントサイクル数nのDRAMに対して、期間T=
tREFの間にサイクル数M=n+X(但し、Xは自然数)
でリフレッシュメントを行うと共に、アクセスと競合し
たときは、最大待機時間Wmax=XT/Mまでリフレッシュメ
ントを待たせてアクセスを優先することを特徴とするDR
AMのリフレッシュ制御方法。1. For a DRAM having a refreshment interval t REF and a required refreshment cycle number n, a period T =
Number of cycles M = n + X (where X is a natural number) during t REF
And when a conflict occurs with the access, the refreshment is made to wait until the maximum waiting time W max = XT / M to give priority to the access.
AM refresh control method.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2044226A JP2903413B2 (en) | 1990-02-23 | 1990-02-23 | DRAM refresh control method |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2044226A JP2903413B2 (en) | 1990-02-23 | 1990-02-23 | DRAM refresh control method |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH03248392A JPH03248392A (en) | 1991-11-06 |
JP2903413B2 true JP2903413B2 (en) | 1999-06-07 |
Family
ID=12685628
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2044226A Expired - Fee Related JP2903413B2 (en) | 1990-02-23 | 1990-02-23 | DRAM refresh control method |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2903413B2 (en) |
-
1990
- 1990-02-23 JP JP2044226A patent/JP2903413B2/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH03248392A (en) | 1991-11-06 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JP4786209B2 (en) | Memory access device | |
JPH08328941A (en) | Memory access control circuit | |
JP2003114825A (en) | Memory control method, memory control circuit using the control method, and integrated circuit loaded with the memory control circuit | |
JP2903413B2 (en) | DRAM refresh control method | |
JP2978871B2 (en) | Refresh control method | |
JP3606852B2 (en) | Bus control system | |
JPH08129883A (en) | Refresh control system for d-ram | |
JPH06236683A (en) | Memory refresh control circuit | |
JP3820831B2 (en) | Memory control method and apparatus | |
JPS62259295A (en) | Refresh control system | |
JPH06325570A (en) | Dynamic memory refresh circuit | |
JP2978913B2 (en) | Method and system for controlling shared access to random access memory | |
JPH11175392A (en) | Method and system for controlling common access to random access memory | |
JPH0740432B2 (en) | Memory refresh method | |
JPS6054065A (en) | Synchronous controller | |
JPH0438788A (en) | Refresh system | |
JPH08161887A (en) | Memory refresh control method and device therefor | |
JPH05282246A (en) | Microcomputer | |
JPH01307997A (en) | Memory device | |
JPH04143993A (en) | Dram controller | |
JPH1049436A (en) | Main storage control circuit | |
JP2001117862A (en) | Microcomputer | |
JPH09160868A (en) | Bus arbitration device and method therefor | |
JPH09297730A (en) | Method for transferring data through bus and bus master controller | |
JPH0561762A (en) | Memory controller |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080326 Year of fee payment: 9 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090326 Year of fee payment: 10 |
|
LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |