JPH01226057A

JPH01226057A - データエラー検出方法

Info

Publication number: JPH01226057A
Application number: JP63053095A
Authority: JP
Inventors: Kimitoshi Hata; 秦　公利; Yukiko Okumura; 奥村　由紀子
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1988-03-07
Filing date: 1988-03-07
Publication date: 1989-09-08
Also published as: CA1308489C; US4947396A

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】［発明の目的］（産業上の利用分野）この発明は、コンピュータ等の記憶装置に格納されてい
るデータにエラーが生じたか否かを的確に検出し得るデ
ータエラー検出方法に関するものである。

（従来の技術）コンピュータシステムの例として、オンラインシステム
を第４図に示す。同図において、１はホストコンピュー
タ、７は端末であり、これらは夫々が有する通信制御装
置５．８間を結ぶ信号ケーブル６によって接続されてい
る。ホストコンピュータ１には、各部を統括制御するＣ
ＰＵ２が設けられており、このＣＰＵ２にはデータベー
ス３、メモリ４、通信制御装置５が接続されている。ま
た、端末７には、各部を統括制御するＣＰＵ９−が設け
られており、ＣＰＵ９には通信制御装置８、ＲＯＭｌ０
、バッテリ１２で保護された（バッテリ１２はない場合
もある。）ＲＡＭＩＩ、キーボード入力装置１３、デイ
スプレィ装置１４が接続されている。

上記の端末７におけるＲＯＭｌ０とＲＡＭ１１からなる
メモリ１００の記憶領域を第５図に示す。同図において
、１０３はＩＰＬプログラム領域、１０４は端末プログ
ラムロード領域、１０５は端末制御プログラム領域、１
０６はワーキングエリア、１０７はチエツク符号エリア
を夫々示す。

このような端末７の動作を第６図のフローチャートに従
って説明する。先ず、パワーオン又はＣＰＵリセットに
より端末７が立上げられる（２０１）。

すると、ＩＰＬプログラム領域１０３のプログラムが起
動され、ＣＰＵ９が動作を開始する（２０２）。

そして、端末プログラムロード領域１０４のデータに対
しチェックサム符号を作成しく２０３）　、チエツクエ
リア１０７に格納されている対応するチェックサム符号
と比較し等しいか否か検出する（２０４）。

ここで等しいことを検出すると、プログラムロード不要
を示す信号をホストコンピュータ１側へ送信しく２０５
）　、端末制御を開始する（２１１）。一方、ステップ
２０４で等しくないことを検出すると、プログラムロー
ド必要を示す信号をホストコンピュータ１側へ送信しく
２０８）　、プログラムロード処理を開始する。そして
、ホストコンピュータ１側から送信される信号を通信制
＠装置８を介して受信しく２０７）　、終了信号が到来
するまで受信してＲＡＭ１１のプログラムロード領域１
０４ヘデータを格納し続ける（２０８．２０９）。また
、終了信号を検出すると、このプログラムロード領域１
０４に格納したデータに対しチェックサム符号を作成し
て、チエツク符号エリア１０７へ格納しく２１０）　、
端末制御を開始する（２１１）。

ここでチェックサム符号の作成について第７図を用いて
説明する。ここでは１バイトのチェックサム符号を得る
ためプログラムロード領域１０４を２５６番地毎にブロ
ック化する。プログラムロード領域１０４のアドレスが
ａ番地から（ｂ−１＞番地までであるとし、夫々の格納
データがＸａ。

ｘａ＋１．・・・、ｘｂ−１でおるとする。この場合、
チェックサム符号は、Ｘａ　”　ａ＋１−　””、ｘｂ
−１を加えて和Ｘを得て、この和Ｘのうち下位１バイト
をチェックサム符号とする。これが１ブロツクのチェッ
クサム符号であり、このような手法で全ブロックのチェ
ックサム符号を得て保持しておき、所要時に新らたなチ
ェックサム符号を上記と同様にして得て上記保持してあ
る対応のチェックサム符号と比較することによりエラー
チェックを行なうのである。

かかるチェックサム符号は、その作成が簡単であり、時
間もかからないことから広く用いられ、１ビット誤りを
確実に検出可能である。

しかしながら、第８図のように２ビット誤りが生じた場
合にはその誤り検出はもはや不可能となってしまう。つ
まり、（ａ＋　ｉ　）　＠地の２ビツト目が「１」から
「０」へ変化し、また、（ａ＋ｊ）番地の２ビツト目が
ｒＯＪから「１」へ変化したような場合には、チェック
サム符号を作成するための加算は、の和はＸであり、正常時における和Ｘと全く同じ結果と
なり、エラー検出が行えなくなるという問題点が生じて
いた。

（発明が解決しようとする課題）上記のように従来の記憶装置に対するデータエラー検出
方法は、チェックサム符号を用いることにより行われて
いた。このため、１ビット誤りを検出できるものの、２
ビット誤りとなると検出できない場合が生じるという問
題点があった。

本発明はこのような従来のデータエラー検出方法の問題
点を解決せんとしてなされたもので、その目的は、２ビ
ット誤りが生じてもこれを的確に検出し得るデータエラ
ー検出方法を提供することである。

［発明の構成］（課題を解決するための手段）本発明では、記憶装置の各アドレスに格納された２値デ
ータを、作成するエラー検出用符号の桁数に対応してブ
ッロク化し、これらをブロック単位で加算しその所要桁
までをチェックサム符号として保持しておく一方、上記
ブロック化された２値データ中の１（または０）の各ア
ドレスにおける数と当該２値データが格納されているア
ドレスの数との乗算を行ってこれらをブロック単位で加
算し当該加算結果の所要桁までをエラーチェック符号と
して保持しておき、所要時に前記と同じ演算を行って新
らたなチェックサム符号及びエラーチェック符号を得て
、この新らたなチェックサム符号と前記保持してある対
応するチェックサム符号との比較及び前記新らたなエラ
ーチェック符号と前記保持してある対応するエラーチェ
ック符号との比較を行うことによりデータエラーの検出
を行うようにした。

（作用）上記肴成によると、第３図のようにプログラムロード領
域１０４に格納されたデータのうち、第８図で示したと
同じアドレスで同じエラーが生じた場合、エラー検出可
能とする。尚、ここでは簡単のため、（ｂ−１＞番地を
（ａ＋２５５　＞番地まで示してある。つまり、２５６
番地毎にエラーチェック符号を作成する。

そして、先ず正常の場合には、次のようである。

ａｘ（ｒｌＪの数）（ａ＋　ｉ　）交（「１」の数）（ａ十ｊ）文（「１」の数）＋）　　（ａ＋２５５）ｘ　（ｒ　１　　の数）これに
対し、第３図の如くエラーが生じた場合には、ａＸ（ｒｌｊの数）（ａ＋　ｉ　）支（正常時の「１」の数−１〉（ａ＋ｊ
　）灸（正常時の「１」の数＋１）＋）　　（ａ＋５５
）炙（「１　の数）Ｙ　−（ａ＋　ｉ　）　＋（ａ＋ｊ
　＞＝ｙ−１＋ｊここで、１ｆ−ｊであるから２ビット誤りが検出可能で
ある。尚、「Ｏ」　（又は「１」）が「１」（又は「０
」）へ変化するビットが異なるアドレスの同ビット位置
に２８所生じた場合には、上記と同じ計算により明らか
に夫々の和が異なることになり、検出可能である。しか
もこのエラーチェック符号によるエラーチェックと合せ
てチェックサム符号を用いたエラーチェックを行うので
夫々が補完して全体として従来行い得なかった２ビット
誤りの検出が可能となるのでおる。

（実施例）以下、図面を参照して本発明の一実施例を説明する。本
実施例が適用される２ステムは第４図に示したオンライ
ンシステムであり、端末７は第６図のフローチャートの
プログラムを実行する。

そして、端末７の記憶領域１００Ａは、第２図に示され
るように、第５図に示した従来例のものと基本的に変ら
ない。ただし、チエツク符号エリア１０７は２分割され
て、チェックサム符号エリア１０８とアドレスデータに
よる（本発明の実施例に係る）エラーチェック符号エリ
ア１０９とが設けられる。この実施例においては既に第
７図を用いて説明した通りにしてチェックサム符号を作
成しチェックサム符号エリア１０８に保持させておくよ
うにする。そして更に本実施例では、ＣＰＵ９は第６図
のフローチャートのステップ２０３またはステップ２１
０において、第１図の如くしてエラーチェック符号を得
る。この実施例では１バイトのエラーチェック符号を得
るため、プログラムロード領域１０４を２５６番地毎に
分割してブロック化する。

この第１図ではプログラムロード領域１０４のアドレス
をａ番地から（ａ＋２５５　＞番地（−船釣には（ｂ−
１）番地で良い。）まで示し、２５６番地毎にエラーチ
ェック符号を作る。すると、ＣＰＵ９は各番地における
データ中に「１」がいくつ含まれているか各番地毎に求
める。この各番地毎に求められた「１」の数に、その番
地を示すアドレスを乗じる。そして、これらの乗算結果
を加えて、和Ｙ＠：得る。この和Ｙのうち、下位１バイ
トをエラーチェック符号とする。このようにして求めら
れた各ブロック毎のエラーチェック符号を、エラーチェ
ック符号エリア１０９へ格納しておく。所要時になると
第７図を用いて説明したと同様にして各ブロック毎に新
らたなチェックサム符号を作成し、これとチェックサム
符号エリア１０８に格納ざれている対応するチェックサ
ム符号とを比較しエラーチェックを行う。更に加えて、
上記エラーチェック符号の作成手法を用いて新らたなエ
ラーチェック符号を作成しデータエラー検出を行う。

これによりデータエラー検出を行った場合を、第３図を
用いて説明する。（ａ＋　ｉ　）番地の２ビツト目が「
１」から「Ｏ」へ変化し、（ａ＋ｊ＞番地の２ビツト目
がｒＯＪから「１」へ変化したような場合、正常時には
次のようにして和Ｙが得られる。

ａｘ（ｒｌＪの数）（ａ＋　ｉ　）文（「１」の数）（ａ＋ｊ　）交（「１」の数）＋）　　（ａ＋２５５　）Ｘ　（ｒ　１Ｊの数〉（以下
余白）これに対し、第３図の如くエラーが生じた場合には、ａｘ（ｒｌＪの数）（ａ＋　ｉ　）文（正常時の「１」の数−１）（ａ＋ｊ
）火（正常時の「１」の数＋１）＋）　　（ａ＋５５）
文（「１　の数）ｙ　−（ａ＋　ｒ　）　＋　（ａ＋ｊ
　＞＝ｙ−ｉ＋ｊここで、１ｆ−ｊであるから２ビット誤りが検出可能で
ある。尚、「Ｏ」　（又は「１」）が「１」（又は「Ｏ
」）へ変化するビットが異なるアドレスの同ビット位置
に２箇所生じた場合には、上記と同じ計算により明らか
に夫々の和が異なることになり、検出可能である。

尚、本実施例では、データ中の「１」の数を用いたが、
データ中のｒＯＪの数を用いても良い。

また、演算結果のうち下位１バイトを用いたが、エラー
検出用符号の桁数は１バイトより多くても少なくても良
い、これに応じて記憶装置のデータのブロックに含まれ
るデータ量を変化させることにする。

［発明の効果］以上説明したように本発明によれば、２ビット誤りの場
合でも的確に誤り検出が可能で、システムの円滑な運用
を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を説明するための図、第２図
は本発明の一実施例を採用したシステムの記憶領域のブ
ロック図、第３図は本実施例によるデータエラー検出を
説明するための図、第４図はオンラインシステムのブロ
ック図、第５図は従来のデータエラー検出方法を採用し
たシステムの記憶領域のブロック図、第６図は第４図に
示したオンラインシステムの要部の動作を説明するため
のフローチャート、第７図は従来のチェックサム符号の
作成方法を説明するための図、第８図は従来のデータエ
ラー検出方法を説明するための図である。１・・・ホストコンピュータ２．９・・・ＣＰＵ３・・・データベース４・・・メモリ５．８・・・通信制御装置７・・・端末１０・・・ＲＯＭ１１・・・ＲＡＭ１０４　、１０４　Ａ・・・端末プログラムロード領域
１０９・・・エラーチェック符号エリア代理人　弁理士
　本　１）　　崇＋０４△ 下イ立１ノぐイト第１図第２図ビ°、、）イ文償ビプト（Ｘ償第８図第４図第５図第６図

Claims

【特許請求の範囲】

記憶装置の各アドレスに格納された２値データを、作成
するエラー検出用符号の桁数に対応してブッロク化し、
これらをブロック単位で加算しその所要桁までをチェッ
クサム符号として保持しておく一方、上記ブロック化さ
れた２値データ中の１（または０）の各アドレスにおけ
る数と当該２値データが格納されているアドレスの数と
の乗算を行ってこれらをブロック単位で加算し当該加算
結果の所要桁までをエラーチェック符号として保持して
おき、所要時に前記と同じ演算を行つて新らたなチェッ
クサム符号及びエラーチェック符号を得て、この新らた
なチェックサム符号と前記保持してある対応するチェッ
クサム符号との比較及び前記新らたなエラーチェック符
号と前記保持してある対応するエラーチェック符号との
比較を行うことによりデータエラーの検出を行うように
したことを特徴とするデータエラー検出方法。