JPH01276495A - Ｅｅｐｒｏｍの制御方式 - Google Patents
Ｅｅｐｒｏｍの制御方式Info
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- JPH01276495A JPH01276495A JP63103938A JP10393888A JPH01276495A JP H01276495 A JPH01276495 A JP H01276495A JP 63103938 A JP63103938 A JP 63103938A JP 10393888 A JP10393888 A JP 10393888A JP H01276495 A JPH01276495 A JP H01276495A
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- Japan
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- ram
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 15
- 230000003247 decreasing effect Effects 0.000 abstract 1
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 18
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 4
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 3
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 2
- 238000013500 data storage Methods 0.000 description 1
- 230000014759 maintenance of location Effects 0.000 description 1
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Read Only Memory (AREA)
- For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、書き換え可能であるが書き込み回数に制限の
ある不揮発性メモリ（以下ＥＥＰＲＯＭ）の制御に係り
、特に、書換え可能な不揮発性メモリとして使用した場
合のＥＥＰＲＯＭの交換期間を伸ばすのに好適なＥＥＰ
ＲＯＭの制御方式に関する。
ある不揮発性メモリ（以下ＥＥＰＲＯＭ）の制御に係り
、特に、書換え可能な不揮発性メモリとして使用した場
合のＥＥＰＲＯＭの交換期間を伸ばすのに好適なＥＥＰ
ＲＯＭの制御方式に関する。
従来は、特開昭５９−１６２６９５号公報に記載のよう
に、Ｅ Ｅ Ｐ ＲＯＭの寿命は、実際に情報を書き込
んだ回数を管理することとなっていた。
に、Ｅ Ｅ Ｐ ＲＯＭの寿命は、実際に情報を書き込
んだ回数を管理することとなっていた。
上記従来技術は、以下の点に問題があった。
（１）不揮発性メモリの特定番地に書き込み回数を記憶
する領域を設け、書き込み回数を管理する方式では、Ｅ
Ｅ Ｐ ＲＯＭの情報を書換える時は、全情報を書換
え、書き込み回数カウンタを千１しなければならず、情
報の一つを書換えたい場合でも、全情報を書換えなけれ
ばならず不揮発性メモリの交換期間が早まる。
する領域を設け、書き込み回数を管理する方式では、Ｅ
Ｅ Ｐ ＲＯＭの情報を書換える時は、全情報を書換
え、書き込み回数カウンタを千１しなければならず、情
報の一つを書換えたい場合でも、全情報を書換えなけれ
ばならず不揮発性メモリの交換期間が早まる。
（２）回数管理では、故障の検知、回復ができない。
（３）回数管理では、規定回数に達すれば、まだ、使用
可能であっても交換しなければならない６本発明の目的
は、故障検知、故障回復を行い、ＥＥＰＲＯＭの交換回
数を減らすことにある。
可能であっても交換しなければならない６本発明の目的
は、故障検知、故障回復を行い、ＥＥＰＲＯＭの交換回
数を減らすことにある。
上記目的は、ＥＥＰＲＯＭ上に書換え回数を計数する領
域の代りに、ある一定バイト数の情報を保持する複数個
のブロックと、このブロック毎の書換えの可否を示す情
報を保持する領域を設けることとＥＥＰＲＯＭと同じバ
イト数の複数個のブロックから成る書込みと読出しが可
能な揮発性メモリ（以下ＲＡＭ）を設けること、さらに
、ＲＡＭ上にブロック毎に情報の書換えが実行されたこ
とを示すフラグを持つことにより達成される。
域の代りに、ある一定バイト数の情報を保持する複数個
のブロックと、このブロック毎の書換えの可否を示す情
報を保持する領域を設けることとＥＥＰＲＯＭと同じバ
イト数の複数個のブロックから成る書込みと読出しが可
能な揮発性メモリ（以下ＲＡＭ）を設けること、さらに
、ＲＡＭ上にブロック毎に情報の書換えが実行されたこ
とを示すフラグを持つことにより達成される。
システムの立上げ時、あるいは、Ｅ Ｅ Ｐ ＲＯＭに
保持した情報のアクセス開始時にＥＥＰＲＯＭに保持し
た情報をブロック毎に先頭から順番にＥ Ｅ Ｐ ＲＯ
Ｍ上の書換え可否管理領域の書換え可否情報と対応させ
て書換え可能ブロックだけをＲＡＭヘコビーする。
保持した情報のアクセス開始時にＥＥＰＲＯＭに保持し
た情報をブロック毎に先頭から順番にＥ Ｅ Ｐ ＲＯ
Ｍ上の書換え可否管理領域の書換え可否情報と対応させ
て書換え可能ブロックだけをＲＡＭヘコビーする。
ＥＥＲＰＯＭに保持した情報を加工する場合。
ＥＥＰＲＯＭのアクセスは行わず、ＲＡＭへアクセスを
行う。ＲＡＭ上の情報を書換えた場合、ＲＡＭ上の書換
え管理領域の、書換えた情報が含まれるブロックに対応
するフラグを立てる。
行う。ＲＡＭ上の情報を書換えた場合、ＲＡＭ上の書換
え管理領域の、書換えた情報が含まれるブロックに対応
するフラグを立てる。
保存情報のアクセス作業を全て終了した場合、ＲＡＭ上
の書換え管理領域のフラグが立っているＲＡＭ上のブロ
ック情報をＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭへ格納し保持させる。Ｅ
Ｅ Ｐ ＲＯＭへブロック情報を格納する場合、この
ブロック情報のＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭでの格納位置は、Ｒ
ＡＭ上でのブロック情報の先頭からの順番を、ＥＥＰＲ
ＯＭ上の書換え可否領域をアクセスして書換え可のブロ
ックの先頭からの順番に一致させることにより得られる
。
の書換え管理領域のフラグが立っているＲＡＭ上のブロ
ック情報をＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭへ格納し保持させる。Ｅ
Ｅ Ｐ ＲＯＭへブロック情報を格納する場合、この
ブロック情報のＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭでの格納位置は、Ｒ
ＡＭ上でのブロック情報の先頭からの順番を、ＥＥＰＲ
ＯＭ上の書換え可否領域をアクセスして書換え可のブロ
ックの先頭からの順番に一致させることにより得られる
。
この様にして得られたＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭ上のブロック
位置にＲＡＭのブロック情報を書込み後、ＥＥＰＲＯＭ
から書込みブロック情報を読出し、ＲＡＭのブロック情
報と比較する。比較の結果、データが一致していなけれ
ば、ＥＥＰＲＯＭ上の書換え可否管理領域のＥ Ｅ Ｐ
ＲＯＭのブロックに対応する位置に書換え不可フラグ
を立て、ＥＥＰＲＯＭの次の書換え可能ブロックからブ
ロック情報を含む以降の全てのＲＡＭ上のブロックに対
しＥＥＰＲＯＭへの格納を行う。ＲＡＭ上の全情報を保
持できるＥＥＰＲＯＭ上のブロックが無くなった場合、
警報を発する。
位置にＲＡＭのブロック情報を書込み後、ＥＥＰＲＯＭ
から書込みブロック情報を読出し、ＲＡＭのブロック情
報と比較する。比較の結果、データが一致していなけれ
ば、ＥＥＰＲＯＭ上の書換え可否管理領域のＥ Ｅ Ｐ
ＲＯＭのブロックに対応する位置に書換え不可フラグ
を立て、ＥＥＰＲＯＭの次の書換え可能ブロックからブ
ロック情報を含む以降の全てのＲＡＭ上のブロックに対
しＥＥＰＲＯＭへの格納を行う。ＲＡＭ上の全情報を保
持できるＥＥＰＲＯＭ上のブロックが無くなった場合、
警報を発する。
このように、書換え回数の代りにＥＥＰＲＯＭの書換え
可否ブロックを管理することで、書換え制限回数以内で
故障が発生した場合のデータを保障し、故障によりＥＥ
ＰＲＯＭにＲＡＭ上のブロック数を取れなくなるまでの
使用を可能とするためＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭの交換回数を
少なくする作用がある。一方、Ｅ Ｅ Ｐ ＲＯＭと同
じブロック化したＲＡＭを用いて、ＥＥＰＲＯＭとＲＡ
Ｍ間のデータ転送を先頭のブロックから順番の行うこと
により、ＲＡＭ上のブロックの順番とＥＥＰＲＯＭ上の
書換え可能ブロックの順番の対応は、保たれており、Ｅ
ＥＰＲＯＭに故障ブロック（書換不可ブロック）があっ
ても、ＲＡＭ上にＥＥＰＲＯＭのブロックを展開された
時のデータ位置に変化はない。さらに、ＲＡＭに情報の
書換えがあったことをブロック単位に示すフラグを持つ
ことにより、毎回ＥＥＰＲＯＭの全ブロックを書換えず
、値が書換えられたブロックだけを書込むことで、書込
み回数を減らし、故障の発生をおさえることができる。
可否ブロックを管理することで、書換え制限回数以内で
故障が発生した場合のデータを保障し、故障によりＥＥ
ＰＲＯＭにＲＡＭ上のブロック数を取れなくなるまでの
使用を可能とするためＥ Ｅ Ｐ ＲＯＭの交換回数を
少なくする作用がある。一方、Ｅ Ｅ Ｐ ＲＯＭと同
じブロック化したＲＡＭを用いて、ＥＥＰＲＯＭとＲＡ
Ｍ間のデータ転送を先頭のブロックから順番の行うこと
により、ＲＡＭ上のブロックの順番とＥＥＰＲＯＭ上の
書換え可能ブロックの順番の対応は、保たれており、Ｅ
ＥＰＲＯＭに故障ブロック（書換不可ブロック）があっ
ても、ＲＡＭ上にＥＥＰＲＯＭのブロックを展開された
時のデータ位置に変化はない。さらに、ＲＡＭに情報の
書換えがあったことをブロック単位に示すフラグを持つ
ことにより、毎回ＥＥＰＲＯＭの全ブロックを書換えず
、値が書換えられたブロックだけを書込むことで、書込
み回数を減らし、故障の発生をおさえることができる。
以下、本発明の一実施例を説明する。
第１図は本発明の一実施例のブロック図であり、マイク
ロプロセッサ１は、バスを介し書換え可能な不揮発性メ
モリ（ＥＥＰＲＯＭ）２、ランダムアクｔス１−ＩＪ
（ＲＡＭ）３とＥＥＰＲＯＭ２゜ＲＡＭ３間のデータ格
納制御を行うプログラムが格納されているＲＯＭ４に接
続される。
ロプロセッサ１は、バスを介し書換え可能な不揮発性メ
モリ（ＥＥＰＲＯＭ）２、ランダムアクｔス１−ＩＪ
（ＲＡＭ）３とＥＥＰＲＯＭ２゜ＲＡＭ３間のデータ格
納制御を行うプログラムが格納されているＲＯＭ４に接
続される。
第２図は、ＥＥＰＲＯＭ２とＲＡＭ３のデータ構造を示
す、ＥＥＰＲＯＭ２は、書換え可否管理領域５と一定バ
イト数のブロックがｎ個から成る情報保持領域６より構
成される。書換え可否管理領域Ｓは、情報保持領域６の
各ブロックとビット対応し、ｎビットの容量をもってい
る。また、各ビットの意味は、０”で書換え可能″１”
で書換え不可とする。従って、はじめてＥＥＰＲＯＭ２
を使用する場合、書換え可否管理領域５を１１０ ＩＩ
でクリアしておく。ＲＡＭ３は、ＥＥＰＲＯＭ２の情報
保持領域６のブロックと同じバイト数であるブロックが
ｍ個から成る情報領域８と情報領域８の情報が書換えら
れたことを管理する書換え管理領域７より構成される。
す、ＥＥＰＲＯＭ２は、書換え可否管理領域５と一定バ
イト数のブロックがｎ個から成る情報保持領域６より構
成される。書換え可否管理領域Ｓは、情報保持領域６の
各ブロックとビット対応し、ｎビットの容量をもってい
る。また、各ビットの意味は、０”で書換え可能″１”
で書換え不可とする。従って、はじめてＥＥＰＲＯＭ２
を使用する場合、書換え可否管理領域５を１１０ ＩＩ
でクリアしておく。ＲＡＭ３は、ＥＥＰＲＯＭ２の情報
保持領域６のブロックと同じバイト数であるブロックが
ｍ個から成る情報領域８と情報領域８の情報が書換えら
れたことを管理する書換え管理領域７より構成される。
書換え管理領域７は、情報領域８の各ブロックとビット
対応でありｍビットの容量を持つ。ビットの意味は、Ｉ
Ｉ ＯＩＩで書換えなし、パ１″″で書換えが発生し値
が変ったことを示す。従って、情報保持領域６から情報
領域８に保存データを展開した時、全て“０”とする。
対応でありｍビットの容量を持つ。ビットの意味は、Ｉ
Ｉ ＯＩＩで書換えなし、パ１″″で書換えが発生し値
が変ったことを示す。従って、情報保持領域６から情報
領域８に保存データを展開した時、全て“０”とする。
また、情報保持領域６のブロック数ｎは、情報領域８の
ブロック数ｍより大きくとる。
ブロック数ｍより大きくとる。
システム立上げ時、情報保持領域６の保存情報を情報領
域８へ読出す流れ図を第３図に示す。第３図において、
ｉは、情報保持領域６のブロック番号カウンタであり、
ｊは情報領域８のブロック番号カウンタである。読出し
を開始する前に、書換え管理領域７と各ブロックのカウ
ンタをＯで初期化するＳＬ、Ｓ２゜情報保持、領域６か
ら情報領域８への読出しは、ブロック単位で行う。まず
、書換え可否領域５を２ｉビツトから高位ビットに値が
パ０”であるビットをサーチし、求められたビット位置
をブロックカウンタｉへ代入する（Ｓ３）。次に、情報
保持領域６のブロックｉを情報領域８のブロックｊに読
出す（Ｓ４）。読出し終了後、情報領域８のブロックカ
ウンタｊが、同領域上のブロック数まで達したかどうか
をチエツクする（Ｓ５）。その結果、まだ、全ブロック
を読出していなければ（ｊ＜ｍ）、ブロックカウンタｊ
を＋ｌｉ （Ｓ６）Ｓ３の処理へ戻り読出し手続きを繰
り返す。全ブロックの読出しを終了していれば（ｊ＝ｍ
）処理を終る。
域８へ読出す流れ図を第３図に示す。第３図において、
ｉは、情報保持領域６のブロック番号カウンタであり、
ｊは情報領域８のブロック番号カウンタである。読出し
を開始する前に、書換え管理領域７と各ブロックのカウ
ンタをＯで初期化するＳＬ、Ｓ２゜情報保持、領域６か
ら情報領域８への読出しは、ブロック単位で行う。まず
、書換え可否領域５を２ｉビツトから高位ビットに値が
パ０”であるビットをサーチし、求められたビット位置
をブロックカウンタｉへ代入する（Ｓ３）。次に、情報
保持領域６のブロックｉを情報領域８のブロックｊに読
出す（Ｓ４）。読出し終了後、情報領域８のブロックカ
ウンタｊが、同領域上のブロック数まで達したかどうか
をチエツクする（Ｓ５）。その結果、まだ、全ブロック
を読出していなければ（ｊ＜ｍ）、ブロックカウンタｊ
を＋ｌｉ （Ｓ６）Ｓ３の処理へ戻り読出し手続きを繰
り返す。全ブロックの読出しを終了していれば（ｊ＝ｍ
）処理を終る。
アプリケーションプログラムでは、情報領域のデータを
書換えた場合、同時に書換えたデータを含むブロックに
対応する書換え管理領域７のビット値をパ１”とする。
書換えた場合、同時に書換えたデータを含むブロックに
対応する書換え管理領域７のビット値をパ１”とする。
第４図に情報領域８の情報を情報保持領域６へ保存する
流れ図を示す。情報の保存も読出しと同様ブロック単位
で行う。また、図中のｌ＋Ｊは、第３図と同様に、各ブ
ロックカウンタを示す。まず、各ブロックカウンタを０
に初期化する（Ｓ １１）。次に、書換え管理領域７を
２ｊビツト ２から高位ビット方向に値が“１″である
ビットをサーチし、書換えが実行されたブロック番号を
求め、ブロックカウンタｊに代入する（Ｓ１２）。
流れ図を示す。情報の保存も読出しと同様ブロック単位
で行う。また、図中のｌ＋Ｊは、第３図と同様に、各ブ
ロックカウンタを示す。まず、各ブロックカウンタを０
に初期化する（Ｓ １１）。次に、書換え管理領域７を
２ｊビツト ２から高位ビット方向に値が“１″である
ビットをサーチし、書換えが実行されたブロック番号を
求め、ブロックカウンタｊに代入する（Ｓ１２）。
この時、Ｓ１３で、２′″までサーチしたかどうかの判
定を行ない。もし、２鴫までサーチした結果、書換えら
れたブロック、が見つからなければ、処理を終了する。
定を行ない。もし、２鴫までサーチした結果、書換えら
れたブロック、が見つからなければ、処理を終了する。
もし、見つかっていれば、Ｓ１４へ行く。８１４では、
書換え可否領域Ｓを２′ビツトからサーチし、ブロック
ｉの次の書換え可能ブロックを見つけ、ブロックカウン
タｉへ代入する。
書換え可否領域Ｓを２′ビツトからサーチし、ブロック
ｉの次の書換え可能ブロックを見つけ、ブロックカウン
タｉへ代入する。
ここで、書換えが行われた情報領域８のブロックｊを格
納する情報保持領域６のブロック位置がブロックカウン
タｉにより決定された。Ｓ１４で、情報領域８のブロッ
クｊを情報保持領域６のブロックｉへ書込み、再度情報
保持領域６から同ブロックを読出し、書込みブロックデ
ータと値の比較を行う（Ｓ１６）。Ｓ１７で比較の結果
を判定し、値が一致していればＳ１２へ行き、一致せず
情報保持領域６のブロックが故障したと判定された場合
、８１８へ行く。８１８では、書換え可否管理領域５の
２ｉビツトにＩＩ １ ＦＦを設定し、ブロックｉが故
障し書換え不可ブロックであることを登録する。以下の
８１９〜Ｓ２６は、保存を失敗したブロックを含む。そ
れ以降の情報領域８のブロックを保存する処理である。
納する情報保持領域６のブロック位置がブロックカウン
タｉにより決定された。Ｓ１４で、情報領域８のブロッ
クｊを情報保持領域６のブロックｉへ書込み、再度情報
保持領域６から同ブロックを読出し、書込みブロックデ
ータと値の比較を行う（Ｓ１６）。Ｓ１７で比較の結果
を判定し、値が一致していればＳ１２へ行き、一致せず
情報保持領域６のブロックが故障したと判定された場合
、８１８へ行く。８１８では、書換え可否管理領域５の
２ｉビツトにＩＩ １ ＦＦを設定し、ブロックｉが故
障し書換え不可ブロックであることを登録する。以下の
８１９〜Ｓ２６は、保存を失敗したブロックを含む。そ
れ以降の情報領域８のブロックを保存する処理である。
Ｓ１９では、書換え可否管理領域５により次の書換え可
能ブロック番号を求め、ブロックカウンタｉへ代入する
。書換え可否領域５をサーチした結果、ブロックｎまで
に書換え可能ブロックが見つからなかった場合（Ｓ２０
）。情報領域８の全ブロックを情報保持領域６に保存で
きないため、警報を発する（８２６）。ブロックｎまで
に書換え可能ブロックが見つかった場合、同ブロックへ
情報領域８のブロックｊを格納する（Ｓ２１）。格納後
、再度同ブロックを読出し書込みブロックデータと値を
比較する（Ｓ２２゜ ５２３）。値が一致しなかった場合、Ｓ１８へ行き、一
致した場合、情報領域８の全ブロックの保存を終了した
か否かを判定しく８２４）、終了していれば処理を終了
する。まだ、終了していなければ、情報領域８のブロッ
クカウンタｊを＋１し、Ｓ１９へ行く。
能ブロック番号を求め、ブロックカウンタｉへ代入する
。書換え可否領域５をサーチした結果、ブロックｎまで
に書換え可能ブロックが見つからなかった場合（Ｓ２０
）。情報領域８の全ブロックを情報保持領域６に保存で
きないため、警報を発する（８２６）。ブロックｎまで
に書換え可能ブロックが見つかった場合、同ブロックへ
情報領域８のブロックｊを格納する（Ｓ２１）。格納後
、再度同ブロックを読出し書込みブロックデータと値を
比較する（Ｓ２２゜ ５２３）。値が一致しなかった場合、Ｓ１８へ行き、一
致した場合、情報領域８の全ブロックの保存を終了した
か否かを判定しく８２４）、終了していれば処理を終了
する。まだ、終了していなければ、情報領域８のブロッ
クカウンタｊを＋１し、Ｓ１９へ行く。
本実施例によれば、ＥＥＰＲＯＭの交換回数を少なくす
る効果がある。
る効果がある。
本発明によれば、ＥＥＰＲＯＭの交換回数を減少させ、
故障発生領域を管理し、書込み中の故障に対して故障の
回復を行うことができる。
故障発生領域を管理し、書込み中の故障に対して故障の
回復を行うことができる。
第１図は本発明の一実施例のブロック図、第２図はＥＥ
ＰＲＯＭとＲＡＭのメモリエリアを示す図、第３図はＥ
ＥＰＲＯＭから読出しを行うフローチャート、第４図は
ＥＥＰＲＯＭへの書込み制御を行うフローチャートであ
る。 １・・・マイクロプロセッサ、２・・・ＥＥＰＲＯＭ、
３・・・ＲＡＭ、４・・・ＲＯＭ、５・・・書換え可否
管理領域、６・・・情報保持領域、７・・・書換え管理
領域、８・・・情報領域。 占：・シ 第１図 第２図 第３図 第４図 第４図
ＰＲＯＭとＲＡＭのメモリエリアを示す図、第３図はＥ
ＥＰＲＯＭから読出しを行うフローチャート、第４図は
ＥＥＰＲＯＭへの書込み制御を行うフローチャートであ
る。 １・・・マイクロプロセッサ、２・・・ＥＥＰＲＯＭ、
３・・・ＲＡＭ、４・・・ＲＯＭ、５・・・書換え可否
管理領域、６・・・情報保持領域、７・・・書換え管理
領域、８・・・情報領域。 占：・シ 第１図 第２図 第３図 第４図 第４図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、中央処理装置、プログラム格納用不揮発性メモリ、
ＲＡＭ、ＥＥＰＲＯＭから成り、前記ＲＡＭの情報を前
記ＥＥＰＲＯＭに保存するコンピュータシステムにおい
て、 前記ＥＥＰＲＯＭはある一定バイト数の情報を保持する
複数個のブロックと、前記ブロック毎の書換え可能か否
かの情報を保持する領域から成り、前記ＲＡＭから前記
ＥＥＰＲＯＭのあるブロックに情報を書込んだ時、再度
前記 ＥＥＰＲＯＭの同じブロックから情報を読み出し、前記
ＲＡＭの情報と比較する手段と、比較した結果、異った
場合、初期値が“０”で与えられる書込み可否領域のブ
ロックに対応する位置に“１”を書込む手段を備え、前
記ＲＡＭの情報を先頭から順番に読出し、この情報を前
記ＥＥＰＲＯＭの情報保持領域の先頭から順番に書込む
場合、前記書込み可否情報が“１”となっているブロッ
クを飛ばして書込み、前記ＲＡＭの全情報を保持できる
ブロックが無くなった時、警報を出すことを特徴とする
ＥＥＰＲＯＭの制御方式。 ２、特許請求の範囲第１項の制御方式において、前記Ｒ
ＡＭを前記ＥＥＰＲＯＭと同じバイト数の複数個のブロ
ックに分割し、前記ブロック毎に情報の書き換えが実行
されたことを示すフラグを持ち、前記フラグがセットさ
れた前記ＲＡＭのブロックの情報のみを前記ＥＥＰＲＯ
Ｍのアドレスの対応ブロックに書込み、もし前記 ＥＥＰＲＯＭブロックが書込み不能となった場合は、前
記ブロックの次のブロックから情報の書換えられた前記
ＲＡＭのブロックを含めた以降の全ての情報を順番に書
込むことを特徴とするＥＥＰＲＯＭの制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63103938A JPH01276495A (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | Ｅｅｐｒｏｍの制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63103938A JPH01276495A (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | Ｅｅｐｒｏｍの制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01276495A true JPH01276495A (ja) | 1989-11-07 |
Family
ID=14367383
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63103938A Pending JPH01276495A (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | Ｅｅｐｒｏｍの制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01276495A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5745912A (en) * | 1992-04-02 | 1998-04-28 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Memory card apparatus including a link table for managing the correspondency between the recorded contents in the memory card and that in the link table |
| JP2006209808A (ja) * | 1992-01-29 | 2006-08-10 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
-
1988
- 1988-04-28 JP JP63103938A patent/JPH01276495A/ja active Pending
Cited By (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006209808A (ja) * | 1992-01-29 | 2006-08-10 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
| JP2008282429A (ja) * | 1992-01-29 | 2008-11-20 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
| JP2009146458A (ja) * | 1992-01-29 | 2009-07-02 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
| JP2010049714A (ja) * | 1992-01-29 | 2010-03-04 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
| JP2010049712A (ja) * | 1992-01-29 | 2010-03-04 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
| JP2010049713A (ja) * | 1992-01-29 | 2010-03-04 | Microsoft Corp | フラッシュ消去可能なプログラマブル・リードオンリメモリを用いてファイルシステムをマネージする方法及びシステム |
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