JPH0289279A - 半導体メモリ - Google Patents
半導体メモリInfo
- Publication number
- JPH0289279A JPH0289279A JP63240291A JP24029188A JPH0289279A JP H0289279 A JPH0289279 A JP H0289279A JP 63240291 A JP63240291 A JP 63240291A JP 24029188 A JP24029188 A JP 24029188A JP H0289279 A JPH0289279 A JP H0289279A
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- JP
- Japan
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- row
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- selection circuit
- cell
- bits
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- Pending
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- 239000004065 semiconductor Substances 0.000 title claims abstract description 9
- 238000003491 array Methods 0.000 description 4
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 4
- 238000000034 method Methods 0.000 description 2
- 230000006870 function Effects 0.000 description 1
- 239000011159 matrix material Substances 0.000 description 1
Landscapes
- Semiconductor Memories (AREA)
- Dram (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]
本発明は画像処理に使用するのに好適の半導体メモリに
関する。
関する。
[従来の技術]
大容量半導体メモリは、その大容量性を生かして、画像
処理分野に積極的に用いられようとしている0画像処理
においては、メモリ上のあるアドレスのデータに対して
処理内容を決める際に、そのアドレスの近傍にある行−
列のデータを必要とする場合がある。従来、画像処理用
のメモリとしては大容量性という面から、ダイナミック
RAM(ランダム・アクセス・メモリ)が使用されてき
た。
処理分野に積極的に用いられようとしている0画像処理
においては、メモリ上のあるアドレスのデータに対して
処理内容を決める際に、そのアドレスの近傍にある行−
列のデータを必要とする場合がある。従来、画像処理用
のメモリとしては大容量性という面から、ダイナミック
RAM(ランダム・アクセス・メモリ)が使用されてき
た。
[発明が解決しようとする課題]
しかしながら、従来のダイナミックRAMは、近傍のデ
ータをアクセスする必要がある場合には、必要なデータ
量分だけメモリアクセスしなおす必要があった。これは
画像処理に必要な時間の大部分が単にメモリをアクセス
しなおす時間にとられてしまうことを意味し、このため
画像処理速度の著しい低下をもたらしていた。
ータをアクセスする必要がある場合には、必要なデータ
量分だけメモリアクセスしなおす必要があった。これは
画像処理に必要な時間の大部分が単にメモリをアクセス
しなおす時間にとられてしまうことを意味し、このため
画像処理速度の著しい低下をもたらしていた。
これを具体的に定量的に説明する。 640 X480
ドツト構成の画面において、8行×8列の近傍データを
必要とする画像処理を考える。ダイナミックRAMでこ
の近傍データをアクセスしようとすると、RAMを64
回アクセスしなおす必要がある。
ドツト構成の画面において、8行×8列の近傍データを
必要とする画像処理を考える。ダイナミックRAMでこ
の近傍データをアクセスしようとすると、RAMを64
回アクセスしなおす必要がある。
ダイナミックRAMの1回のアクセスには通常200n
s程度の時間を必要とするため、64回のアクセスは1
2.8μsの時間を必要とする。従って、この時間だけ
待って始めて1アドレス分の画像データを決めることに
なり、640 X 480ドツト構成の画面全体のデー
タを決定するのには、12.8μs×640 X480
岬4秒という時間を必要とする。このように画像デー
タを決めるのに長時間を要するということは、リアルタ
イム性を要求される画像処理分野において大きな問題と
なっている。
s程度の時間を必要とするため、64回のアクセスは1
2.8μsの時間を必要とする。従って、この時間だけ
待って始めて1アドレス分の画像データを決めることに
なり、640 X 480ドツト構成の画面全体のデー
タを決定するのには、12.8μs×640 X480
岬4秒という時間を必要とする。このように画像デー
タを決めるのに長時間を要するということは、リアルタ
イム性を要求される画像処理分野において大きな問題と
なっている。
本発明はかかる問題点に鑑みてなされたものであって、
高速の画像処理が可能な半導体メモリを提供することを
目的とする。
高速の画像処理が可能な半導体メモリを提供することを
目的とする。
[課題を解決するための手段]
本発明に係る半導体メモリは、n、m、に、IN、M、
K及びLを自然数とし、それらの間にN! =2” 、M=2’″、K=2’ 、L=2 、k>
n、41>mの関係があるとき、K行り列で構成された
アドレスを行方向及び列方向に夫々N分割及びM分割し
、N分割した行方向の各分割ブロックにはその行アドレ
スのモジューロmod (N >が等しいものを集めて
配置し、M分割した列方向の各分割ブロックにはその列
アドレスのモジューロITIod (M)が等しいもの
を集めて配置したメモリセルアレイと、 行アドレスを指定するときには、行アドレスにビットの
うち下位nビットを除いた上位行アドレス(k−n)ビ
ットが同一であるN本の行を全て選択する行選択回路と
、 列アドレスを指定するときには、列アドレスjビットの
うち下位mビットを除いた上位列アドレス(、!(−m
)ビットが同一であるM本の列を全て選択する列選択回
路と、 前記行選択回路及び列選択回路によって指定されるN×
M個のセルデータに対し、一定の順序で入出力を行うセ
ル選択回路とを有することを特徴とする。
K及びLを自然数とし、それらの間にN! =2” 、M=2’″、K=2’ 、L=2 、k>
n、41>mの関係があるとき、K行り列で構成された
アドレスを行方向及び列方向に夫々N分割及びM分割し
、N分割した行方向の各分割ブロックにはその行アドレ
スのモジューロmod (N >が等しいものを集めて
配置し、M分割した列方向の各分割ブロックにはその列
アドレスのモジューロITIod (M)が等しいもの
を集めて配置したメモリセルアレイと、 行アドレスを指定するときには、行アドレスにビットの
うち下位nビットを除いた上位行アドレス(k−n)ビ
ットが同一であるN本の行を全て選択する行選択回路と
、 列アドレスを指定するときには、列アドレスjビットの
うち下位mビットを除いた上位列アドレス(、!(−m
)ビットが同一であるM本の列を全て選択する列選択回
路と、 前記行選択回路及び列選択回路によって指定されるN×
M個のセルデータに対し、一定の順序で入出力を行うセ
ル選択回路とを有することを特徴とする。
[作用コ
本発明においては、行選択回路及び列選択回路により、
1図のアドレス指定によりN×M個のデータをセル選択
回路に出力し、更にセル選択回路がこのセルデータを一
定の順序で選択して入出力する。この順次アクセスはシ
リアルメモリのアクセス速度で入出力可能であるから、
本発明により極めて高速度で画面全体のデータを決定す
ることができる。
1図のアドレス指定によりN×M個のデータをセル選択
回路に出力し、更にセル選択回路がこのセルデータを一
定の順序で選択して入出力する。この順次アクセスはシ
リアルメモリのアクセス速度で入出力可能であるから、
本発明により極めて高速度で画面全体のデータを決定す
ることができる。
[実施例]
次に、本発明の実施例について添付の図面を参照して説
明する。
明する。
第1図は本発明の実施例を示す図である。このメモリセ
ルアレイはアドレスかに行及びL列で構成されており、
行方向にN分割され、列方向にM分割されている。但し
、N、M、に、Lは自然数であり、また、n、m、に、
βを自然数とすると、これらの間には以下に示す関係が
ある。
ルアレイはアドレスかに行及びL列で構成されており、
行方向にN分割され、列方向にM分割されている。但し
、N、M、に、Lは自然数であり、また、n、m、に、
βを自然数とすると、これらの間には以下に示す関係が
ある。
N=2”
M=2In
K=2’
L=2’
k>n
(〉m
これにより、K行り列のメモリセルアレイはN×M個の
分割ブロックに分割される。そして、各ブロックを(0
,O)乃至(N−1,M−1)の座標で指定すると、セ
ルアレイ(0,O)乃至(N−1,M−1)に対し、行
アドレス選択回路10と列アドレス選択回路20を配置
する0行アドレス選択回路10にはにビットの行ア下レ
ス、列アドレス選択回路20にはgビットの列アドレス
が入力される。
分割ブロックに分割される。そして、各ブロックを(0
,O)乃至(N−1,M−1)の座標で指定すると、セ
ルアレイ(0,O)乃至(N−1,M−1)に対し、行
アドレス選択回路10と列アドレス選択回路20を配置
する0行アドレス選択回路10にはにビットの行ア下レ
ス、列アドレス選択回路20にはgビットの列アドレス
が入力される。
各分割セルアレイ(j、i)[但し、j、iは夫々N−
1,M−1以下の自然数]は夫々行・列アドレスのモジ
ューロn+od (N )及びmod (M )が共通
であって、夫々j及びiであるアドレスを配置する。但
し、モジューロ(modulo) nod (N )
とは行アドレスをNで除したときの剰余であり、モジュ
ーロmod (M )とは列アドレスをMで除したとき
の剰余である。そして、mod(N)=j、mod(M
)=iのアドレスをセルアレイ(j、i)に集める。例
えば、セルアレイ(0,O)にはnod(N)=Q、n
+od (M、) = Oのアドレス、即ち、行アドレ
スとしてはO,N、2N、3N・・・(K−N−1)を
配置し、列アドレスとしては0゜M、2M、3M・・・
(L−M−1)を配置する。
1,M−1以下の自然数]は夫々行・列アドレスのモジ
ューロn+od (N )及びmod (M )が共通
であって、夫々j及びiであるアドレスを配置する。但
し、モジューロ(modulo) nod (N )
とは行アドレスをNで除したときの剰余であり、モジュ
ーロmod (M )とは列アドレスをMで除したとき
の剰余である。そして、mod(N)=j、mod(M
)=iのアドレスをセルアレイ(j、i)に集める。例
えば、セルアレイ(0,O)にはnod(N)=Q、n
+od (M、) = Oのアドレス、即ち、行アドレ
スとしてはO,N、2N、3N・・・(K−N−1)を
配置し、列アドレスとしては0゜M、2M、3M・・・
(L−M−1)を配置する。
行アドレス選択回路10は、行アドレスの下位nビット
(N=2’ )を除いた上位アドレスが同じN本の行を
同時に選択する。第1図に示した例では、セルアレイ(
0,i)[但し、i;0乃至M−1]においては、2N
の行アドレスを、セルアレイ(1,i)においては、2
N+1の行アドレスを、セルアレイ(N−1,i)にお
いては、2N+N−1=3N−1の行アドレスを夫々選
択している。
(N=2’ )を除いた上位アドレスが同じN本の行を
同時に選択する。第1図に示した例では、セルアレイ(
0,i)[但し、i;0乃至M−1]においては、2N
の行アドレスを、セルアレイ(1,i)においては、2
N+1の行アドレスを、セルアレイ(N−1,i)にお
いては、2N+N−1=3N−1の行アドレスを夫々選
択している。
次いで、列アドレス選択回路20は、列アドレスの下位
mビット(M=2” ’)を除いた上位アドレスが同じ
M本の列を選択する。第1図に示した例では、セルアレ
イ(j、O)[但し、j;0乃至N−1]においては、
Mの行アドレスを、セルアレイ(j、1)においては、
2M+1の行アドレスを、セルアレイ(j、M−1)に
おいては、3M−1の行アドレスを夫々選択している。
mビット(M=2” ’)を除いた上位アドレスが同じ
M本の列を選択する。第1図に示した例では、セルアレ
イ(j、O)[但し、j;0乃至N−1]においては、
Mの行アドレスを、セルアレイ(j、1)においては、
2M+1の行アドレスを、セルアレイ(j、M−1)に
おいては、3M−1の行アドレスを夫々選択している。
セルアレイ(0,i)[但し、i;0乃至M1]におい
て選択されるM個のセルデータはデータバス30を介し
てセル選択回路40に入力される。セルアレイ(1,i
)・・・(N−1,i)において選択される夫々M個の
データもデータバス30を介してセル選択回路40に入
力される。このセル選択回路40はこのN×M個のセル
データに対し、一定の順序で入出力を行う、なお、セル
選択回路40には人出力バッファ50が接続されている
。
て選択されるM個のセルデータはデータバス30を介し
てセル選択回路40に入力される。セルアレイ(1,i
)・・・(N−1,i)において選択される夫々M個の
データもデータバス30を介してセル選択回路40に入
力される。このセル選択回路40はこのN×M個のセル
データに対し、一定の順序で入出力を行う、なお、セル
選択回路40には人出力バッファ50が接続されている
。
上述の如く構成された半導体メモリにおいては、メモリ
に対する1回のアドレス指定において、NxM個のデー
タをセル選択回路40によって選択できる。従って、(
2N、M)番地を先頭番地とすると、その近傍のNxM
個のセルデータを一気に指定できる。この場合のアドレ
スの関係を第2図に示した。このように、セル選択回路
40により一定の順序でセル選択を行ない、入出力を行
うことは、従来のランダムアクセスメモリに比して、大
幅に高速のアクセスを可能としており、本実施例により
高速の画像処理が実現できる。
に対する1回のアドレス指定において、NxM個のデー
タをセル選択回路40によって選択できる。従って、(
2N、M)番地を先頭番地とすると、その近傍のNxM
個のセルデータを一気に指定できる。この場合のアドレ
スの関係を第2図に示した。このように、セル選択回路
40により一定の順序でセル選択を行ない、入出力を行
うことは、従来のランダムアクセスメモリに比して、大
幅に高速のアクセスを可能としており、本実施例により
高速の画像処理が実現できる。
これを定量的に説明する。先ず、本発明の実施例に係る
半導体メモリにより、640 X480ドツト楕成の画
面の画像処理をする場合を考える。また、従来例と同じ
く8行×8列の近傍のデータを必要とする画像処理を前
提とする。本実施例においては、1回のアドレス指定の
ために、200nsを必要とするが、それ以後は既に選
択された64個のセルデータに対する順次アクセスでよ
い。また、この順次アクセスの際には、通常のシリアル
メモリのアクセスである30nsのデータ速度で入出力
可能である。従って、64個のデータのアクセスに要す
る時価は200n s +30n s X63’=2
u sである。
半導体メモリにより、640 X480ドツト楕成の画
面の画像処理をする場合を考える。また、従来例と同じ
く8行×8列の近傍のデータを必要とする画像処理を前
提とする。本実施例においては、1回のアドレス指定の
ために、200nsを必要とするが、それ以後は既に選
択された64個のセルデータに対する順次アクセスでよ
い。また、この順次アクセスの際には、通常のシリアル
メモリのアクセスである30nsのデータ速度で入出力
可能である。従って、64個のデータのアクセスに要す
る時価は200n s +30n s X63’=2
u sである。
2μsが1アドレス分の画像データ処理用のアクセスに
かかる時間であり、640 X480ドツト構成の画面
全体のデータを決定するのには約0.6秒で処理が終了
する。これは、従来技術に比して、6倍以上の高速化が
可能となっていることを示す。
かかる時間であり、640 X480ドツト構成の画面
全体のデータを決定するのには約0.6秒で処理が終了
する。これは、従来技術に比して、6倍以上の高速化が
可能となっていることを示す。
第2図は本発明の他の実施例を示す。
セルアレイ1乃至4は、いずれも、第1図に示したセル
アレイと同一のブロック配列及びアドレス配列を有する
。このセルアレイ1乃至4を同一チップ内にもち、その
各セルアレイ1乃至4に対し、第1の実施例と同様のア
ドレス選択を同時に行う、即ち、行アドレス選択回路1
1と列アドレス選択回路21を配置する。そして、各メ
モリセルアレイにおいて選択されるセルのデ゛−夕をデ
ータバス31乃至34を介してセル選択回路41に入力
する。セル選択回路41には、更に人出カバッファ51
が接続されている。これにより、K行り列×4ビットの
近傍アクセスメモリを構成できる。本実施例においても
、第1図に示す実施例と同様の効果を奏する。
アレイと同一のブロック配列及びアドレス配列を有する
。このセルアレイ1乃至4を同一チップ内にもち、その
各セルアレイ1乃至4に対し、第1の実施例と同様のア
ドレス選択を同時に行う、即ち、行アドレス選択回路1
1と列アドレス選択回路21を配置する。そして、各メ
モリセルアレイにおいて選択されるセルのデ゛−夕をデ
ータバス31乃至34を介してセル選択回路41に入力
する。セル選択回路41には、更に人出カバッファ51
が接続されている。これにより、K行り列×4ビットの
近傍アクセスメモリを構成できる。本実施例においても
、第1図に示す実施例と同様の効果を奏する。
[発明の効果]
以上説明したように、本発明は近傍アドレスのデータを
一気に選択するものであり、従来のRAMを使用した画
像処理に比して、画像処理速度が極めて高速になるとい
う効果を奏する。
一気に選択するものであり、従来のRAMを使用した画
像処理に比して、画像処理速度が極めて高速になるとい
う効果を奏する。
第1図は本発明の実施例を示す図、第2図はその論理ア
ドレスを示す図、第3図は本発明の他の実施例を示す図
である。
ドレスを示す図、第3図は本発明の他の実施例を示す図
である。
Claims (1)
- (1)n、m、k、l、N、M、K及びLを自然数とし
、それらの間にN=2^n、M=2^m、K=2^k、
L=2^l、k>n、l>mの関係があるとき、K行L
列で構成されたアドレスを行方向及び列方向に夫々N分
割及びM分割し、N分割した行方向の各分割ブロックに
はその行アドレスのモジューロmod(N)が等しいも
のを集めて配置し、M分割した列方向の各分割ブロック
にはその列アドレスのモジューロmod(M)が等しい
ものを集めて配置したメモリセルアレイと、 行アドレスを指定するときには、行アドレスkビットの
うち下位nビットを除いた上位行アドレス(k−n)ビ
ットが同一であるN本の行を全て選択する行選択回路と
、 列アドレスを指定するときには、列アドレスlビットの
うち下位mビットを除いた上位列アドレス(l−m)ビ
ットが同一であるM本の列を全て選択する列選択回路と
、 前記行選択回路及び列選択回路によって指定されるN×
M個のセルデータに対し、一定の順序で入出力を行うセ
ル選択回路とを有することを特徴とする半導体メモリ。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63240291A JPH0289279A (ja) | 1988-09-26 | 1988-09-26 | 半導体メモリ |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63240291A JPH0289279A (ja) | 1988-09-26 | 1988-09-26 | 半導体メモリ |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0289279A true JPH0289279A (ja) | 1990-03-29 |
Family
ID=17057297
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63240291A Pending JPH0289279A (ja) | 1988-09-26 | 1988-09-26 | 半導体メモリ |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0289279A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
WO2000074058A1 (fr) * | 1999-05-28 | 2000-12-07 | Hitachi, Ltd. | Stockage, procede de stockage et systeme de traitement de donnees |
Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS63152092A (ja) * | 1986-12-16 | 1988-06-24 | Fujitsu Ltd | 半導体記憶装置 |
-
1988
- 1988-09-26 JP JP63240291A patent/JPH0289279A/ja active Pending
Patent Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS63152092A (ja) * | 1986-12-16 | 1988-06-24 | Fujitsu Ltd | 半導体記憶装置 |
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
WO2000074058A1 (fr) * | 1999-05-28 | 2000-12-07 | Hitachi, Ltd. | Stockage, procede de stockage et systeme de traitement de donnees |
US6671219B1 (en) | 1999-05-28 | 2003-12-30 | Hitachi, Ltd. | Storage, storage method, and data processing system |
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