JPH07210450A - メモリ管理方法及びそのための装置 - Google Patents
メモリ管理方法及びそのための装置Info
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- JPH07210450A JPH07210450A JP6001209A JP120994A JPH07210450A JP H07210450 A JPH07210450 A JP H07210450A JP 6001209 A JP6001209 A JP 6001209A JP 120994 A JP120994 A JP 120994A JP H07210450 A JPH07210450 A JP H07210450A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L43/00—Arrangements for monitoring or testing data switching networks
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/30—Monitoring
- G06F11/32—Monitoring with visual or acoustical indication of the functioning of the machine
- G06F11/324—Display of status information
- G06F11/327—Alarm or error message display
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/30—Monitoring
- G06F11/34—Recording or statistical evaluation of computer activity, e.g. of down time, of input/output operation ; Recording or statistical evaluation of user activity, e.g. usability assessment
- G06F11/3466—Performance evaluation by tracing or monitoring
- G06F11/348—Circuit details, i.e. tracer hardware
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- H—ELECTRICITY
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- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
- H04W24/00—Supervisory, monitoring or testing arrangements
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- Memory System (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 空きブロックを詰める処理を実行しなくても
最新の履歴情報を常に履歴情報メモリに保持する。 【構成】 履歴情報メモリ１０と、履歴情報を参照した
場合、該履歴情報の格納アドレスを参照順に記憶すると
共に該アドレスを記憶順に読み出し、読み出したアドレ
スを新たに発生した事象の履歴情報記憶アドレスとして
指示する空きアドレス管理手段と、履歴情報メモリのア
ドレスを情報格納順に記憶するＬＲＵ手段３０を設け
る。制御部４０は新たな事象が発生したとき、空きアド
レス管理手段からアドレスが指示されていない場合に
は、ＬＲＵ手段より最も古い履歴情報が格納されている
アドレスを求め、該アドレスに新たに発生した事象の履
歴情報を格納する。又、空きアドレス管理手段からアド
レスが指示されている場合には、該アドレスに新たに発
生した事象の履歴を情報を格納する。
最新の履歴情報を常に履歴情報メモリに保持する。 【構成】 履歴情報メモリ１０と、履歴情報を参照した
場合、該履歴情報の格納アドレスを参照順に記憶すると
共に該アドレスを記憶順に読み出し、読み出したアドレ
スを新たに発生した事象の履歴情報記憶アドレスとして
指示する空きアドレス管理手段と、履歴情報メモリのア
ドレスを情報格納順に記憶するＬＲＵ手段３０を設け
る。制御部４０は新たな事象が発生したとき、空きアド
レス管理手段からアドレスが指示されていない場合に
は、ＬＲＵ手段より最も古い履歴情報が格納されている
アドレスを求め、該アドレスに新たに発生した事象の履
歴情報を格納する。又、空きアドレス管理手段からアド
レスが指示されている場合には、該アドレスに新たに発
生した事象の履歴を情報を格納する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はメモリ管理方法及び装置
に係わり、特に、発生した事象の履歴情報を所定サイズ
のメモリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最
も古い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生
した事象の履歴情報を格納し、履歴情報が参照されて不
要になった場合には、該参照された履歴情報が記憶され
ているアドレスを空きアドレスとみなして該アドレスに
新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ管理方
法及び装置に関する。
に係わり、特に、発生した事象の履歴情報を所定サイズ
のメモリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最
も古い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生
した事象の履歴情報を格納し、履歴情報が参照されて不
要になった場合には、該参照された履歴情報が記憶され
ているアドレスを空きアドレスとみなして該アドレスに
新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ管理方
法及び装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】セルラー(Cellular)式の移動電話システ
ム(Mobile Phone System)は、図１３に示すようにサー
ビス区域を多数のセル（無線ゾーン）１1，１2，１3，
・・・に細分化し、各セル毎に１つの無線基地局２1，
２2，２3・・・を設ける。又、いくつかの無線基地局毎
に無線回線制御局（図示せず）を設け、該無線回線基地
局を移動電話交換局（以後自動車電話交換局という）３
に接続し、該自動車電話交換局を公衆電話網の交換局４
に接続する。かかるセルラー式移動電話システムでは、
携帯電話端末５や自動車電話端末６の移動と共に、電波
を送受信する無線基地局を次々に切替えて屋内の固定電
話機７や他の移動電話端末と交信できるようになってお
り、広範囲にわたって通話できると共に、チャンネル数
を増加でき、しかも回線数を無限に増加することができ
る。
ム(Mobile Phone System)は、図１３に示すようにサー
ビス区域を多数のセル（無線ゾーン）１1，１2，１3，
・・・に細分化し、各セル毎に１つの無線基地局２1，
２2，２3・・・を設ける。又、いくつかの無線基地局毎
に無線回線制御局（図示せず）を設け、該無線回線基地
局を移動電話交換局（以後自動車電話交換局という）３
に接続し、該自動車電話交換局を公衆電話網の交換局４
に接続する。かかるセルラー式移動電話システムでは、
携帯電話端末５や自動車電話端末６の移動と共に、電波
を送受信する無線基地局を次々に切替えて屋内の固定電
話機７や他の移動電話端末と交信できるようになってお
り、広範囲にわたって通話できると共に、チャンネル数
を増加でき、しかも回線数を無限に増加することができ
る。
【０００３】各無線基地局には回線、機器などの異常や
通信状態の異常を監視する監視装置が設けられ、各監視
装置は無線により所定の親局（例えば無線回線制御局）
の監視装置に前記異常情報（警報情報）を送信するよう
になっている。親局の監視装置は、各子局（無線基地
局）の監視装置からの警報情報を収集し、これら警報の
履歴を内蔵の所定サイズのメモリに格納する。図１４に
示すように履歴情報には、警報発生時刻、警報の種
類、警報のランクなどが含まれている。警報のランク
は警報の重要度つまり、回線に影響を与える情報かどう
かを示す値であり、図１４の例では「１」、「０」の２
つのみ示しているが多段階レベルに設定することができ
る。
通信状態の異常を監視する監視装置が設けられ、各監視
装置は無線により所定の親局（例えば無線回線制御局）
の監視装置に前記異常情報（警報情報）を送信するよう
になっている。親局の監視装置は、各子局（無線基地
局）の監視装置からの警報情報を収集し、これら警報の
履歴を内蔵の所定サイズのメモリに格納する。図１４に
示すように履歴情報には、警報発生時刻、警報の種
類、警報のランクなどが含まれている。警報のランク
は警報の重要度つまり、回線に影響を与える情報かどう
かを示す値であり、図１４の例では「１」、「０」の２
つのみ示しているが多段階レベルに設定することができ
る。
【０００４】履歴情報を記憶するメモリＭＥＭは所定数
Ｎの履歴情報を記憶する容量を備え、常に最新のＮ個の
履歴情報を格納するようになっている。図１４の例では
説明を簡単にするために最大７個（Ｎ＝７）の最新の履
歴情報をメモリに記憶できるようになっているが、実際
には相当数の履歴情報が記憶できるようになっている。
履歴情報をメモリＭＥＭに格納（配置）する方法として
は、履歴情報１件に対してメモリ内の１ブロック（複数
のアドレスで構成されている）を割り当て、警報が発生
した順序通りに各ブロックに順次履歴情報を格納する。
すなわち、ブロックアドレスの小さい方から発生順に履
歴情報を書き込んでゆき、メモリが満杯になれば以後ブ
ロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報を新しい
履歴情報で書き換えることにより、常に最新のＮ個の履
歴情報をメモリに保持するようにしている。
Ｎの履歴情報を記憶する容量を備え、常に最新のＮ個の
履歴情報を格納するようになっている。図１４の例では
説明を簡単にするために最大７個（Ｎ＝７）の最新の履
歴情報をメモリに記憶できるようになっているが、実際
には相当数の履歴情報が記憶できるようになっている。
履歴情報をメモリＭＥＭに格納（配置）する方法として
は、履歴情報１件に対してメモリ内の１ブロック（複数
のアドレスで構成されている）を割り当て、警報が発生
した順序通りに各ブロックに順次履歴情報を格納する。
すなわち、ブロックアドレスの小さい方から発生順に履
歴情報を書き込んでゆき、メモリが満杯になれば以後ブ
ロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報を新しい
履歴情報で書き換えることにより、常に最新のＮ個の履
歴情報をメモリに保持するようにしている。
【０００５】各親局の監視装置は、所定時間（例えば１
分）毎に履歴情報中で警報ランクの高い（ランク＝１）
ものを上位の集中監視装置に伝送し、集中監視装置は伝
送されてきた履歴情報を収集し、保守者は該履歴情報に
基づいて移動無線システムの保守を行う。又、親局の監
視装置は集中監視装置から要求されると警報ランクの低
い履歴情報を伝送する。親局の監視装置は、履歴情報を
集中監視装置に伝送すれば、該履歴情報が記憶されてい
たブロックを空きブロックとして次の新たな履歴情報を
格納する。すなわち、履歴情報を上位の集中監視装置に
伝送した場合には、空きブロックをつめる処理を行い、
しかる後、空きブロックに順次新たな履歴情報を格納す
るようにしている。
分）毎に履歴情報中で警報ランクの高い（ランク＝１）
ものを上位の集中監視装置に伝送し、集中監視装置は伝
送されてきた履歴情報を収集し、保守者は該履歴情報に
基づいて移動無線システムの保守を行う。又、親局の監
視装置は集中監視装置から要求されると警報ランクの低
い履歴情報を伝送する。親局の監視装置は、履歴情報を
集中監視装置に伝送すれば、該履歴情報が記憶されてい
たブロックを空きブロックとして次の新たな履歴情報を
格納する。すなわち、履歴情報を上位の集中監視装置に
伝送した場合には、空きブロックをつめる処理を行い、
しかる後、空きブロックに順次新たな履歴情報を格納す
るようにしている。
【０００６】図１５及び図１６は従来のメモリ管理の説
明図である。ブロックアドレスの小さい方から発生順に
履歴情報を書き込んでゆき、メモリＭＥＭが満杯になれ
ば以後ブロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報
を新しい履歴情報で書き換えることにより、常に最新の
Ｎ個の履歴情報をメモリに保持する（状態１、図１５
(a)参照)。かかる状態において、警報ランク”１”の履
歴情報を検索して上位の集中監視装置に伝送すると、ブ
ロックアドレス「００１」、「０１１」、「１００」、
「１１０」が空き状態になる（状態２、図１５(b)参
照)。しかる後、監視装置は履歴情報をメモリＭＥＭ内
で順次上に移動して空きブロックをつめる。この結果、
ブロックアドレス「１００」以降が空きブロックとなる
（状態３、図１５(c)参照)。尚、警報ランクの高い履歴
情報の検索は全ブロックアドレスの履歴情報を参照する
ことにより行う。ついで、新たな警報が発生すれば、該
警報の履歴情報を順次ブロックアドレス「１００」から
記憶する（状態４、図１６(a)参照)。そして、メモリが
満杯になり、満杯の状態で新たな警報が発生すれば、以
後ブロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報を新
しい履歴情報で書き換える（上書きする）。これによ
り、常に、最新のＮ個の履歴情報をメモリに保持する
（状態５、図１６(b)参照)。
明図である。ブロックアドレスの小さい方から発生順に
履歴情報を書き込んでゆき、メモリＭＥＭが満杯になれ
ば以後ブロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報
を新しい履歴情報で書き換えることにより、常に最新の
Ｎ個の履歴情報をメモリに保持する（状態１、図１５
(a)参照)。かかる状態において、警報ランク”１”の履
歴情報を検索して上位の集中監視装置に伝送すると、ブ
ロックアドレス「００１」、「０１１」、「１００」、
「１１０」が空き状態になる（状態２、図１５(b)参
照)。しかる後、監視装置は履歴情報をメモリＭＥＭ内
で順次上に移動して空きブロックをつめる。この結果、
ブロックアドレス「１００」以降が空きブロックとなる
（状態３、図１５(c)参照)。尚、警報ランクの高い履歴
情報の検索は全ブロックアドレスの履歴情報を参照する
ことにより行う。ついで、新たな警報が発生すれば、該
警報の履歴情報を順次ブロックアドレス「１００」から
記憶する（状態４、図１６(a)参照)。そして、メモリが
満杯になり、満杯の状態で新たな警報が発生すれば、以
後ブロックアドレスの低い方から順に古い履歴情報を新
しい履歴情報で書き換える（上書きする）。これによ
り、常に、最新のＮ個の履歴情報をメモリに保持する
（状態５、図１６(b)参照)。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】履歴情報を記憶するメ
モリＭＥＭは、停電時のことを考慮し不揮発性メモリ、
例えばＥＥＰ−ＲＯＭが使用される。しかし、これらの
不揮発性メモリは、ＲＡＭなどに比べて書き込みに時間
をがかかる。このため、従来のメモリ管理方法では、空
きブロックを詰めるために必要となるＥＥＰ−ＲＯＭ中
でのデータ移動（履歴情報移動）に相当の時間を必要と
する。特に、メモリに記憶する最大の履歴情報数Ｎの数
が多くなる程、空きブロックをつめる動作（データ移
動）に多くの時間を費やさなくてはならない問題があ
る。又、従来のメモリ管理方法では、全ブロックアドレ
スの履歴情報を参照して警報ランクの高い履歴情報を検
索するため、検索に多くの時間を必要とする問題があ
る。
モリＭＥＭは、停電時のことを考慮し不揮発性メモリ、
例えばＥＥＰ−ＲＯＭが使用される。しかし、これらの
不揮発性メモリは、ＲＡＭなどに比べて書き込みに時間
をがかかる。このため、従来のメモリ管理方法では、空
きブロックを詰めるために必要となるＥＥＰ−ＲＯＭ中
でのデータ移動（履歴情報移動）に相当の時間を必要と
する。特に、メモリに記憶する最大の履歴情報数Ｎの数
が多くなる程、空きブロックをつめる動作（データ移
動）に多くの時間を費やさなくてはならない問題があ
る。又、従来のメモリ管理方法では、全ブロックアドレ
スの履歴情報を参照して警報ランクの高い履歴情報を検
索するため、検索に多くの時間を必要とする問題があ
る。
【０００８】更に、ＣＰＵがマルチプルタスクにより上
記メモリ管理に加えて種々の処理を行う場合には、デー
タ移動、データ検索に多大の時間を必要とし他の処理時
間が減少してスループットが減小する問題がある。以上
から本発明の目的は、空きブロックを詰める処理を実行
しなくても最新のＮ個の事象の履歴情報を常にメモリに
保持することができるメモリ管理方法及び装置を提供す
ることである。本発明の別の目的は、全ブロックアドレ
スの履歴情報を参照しなくても所望の条件を満たす履歴
情報、例えば警報ランクの高い履歴情報を検索できるメ
モリ管理方法及び装置を提供することである。
記メモリ管理に加えて種々の処理を行う場合には、デー
タ移動、データ検索に多大の時間を必要とし他の処理時
間が減少してスループットが減小する問題がある。以上
から本発明の目的は、空きブロックを詰める処理を実行
しなくても最新のＮ個の事象の履歴情報を常にメモリに
保持することができるメモリ管理方法及び装置を提供す
ることである。本発明の別の目的は、全ブロックアドレ
スの履歴情報を参照しなくても所望の条件を満たす履歴
情報、例えば警報ランクの高い履歴情報を検索できるメ
モリ管理方法及び装置を提供することである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。１０は所定サイズの履歴情報メモリであり、
発生した事象の履歴情報を順次記憶し、満杯になったと
きは最も古い履歴情報が記憶されているアドレスに新た
に発生した事象の履歴情報を格納し、又、履歴情報が参
照されて（例えば上位装置に伝送されて）不要になった
場合、該参照された履歴情報が記憶されているアドレス
を空きアドレスとみなして該アドレスに新たに発生した
事象の履歴情報を格納するものである。２０はＦＩＦＯ
(First in First out)等の空きアドレス管理手段で、参
照された履歴情報が格納されているアドレスを参照順に
書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読み出し、読
み出されたアドレスを新たに発生した事象の履歴情報記
憶アドレスとして指示するものである。
図である。１０は所定サイズの履歴情報メモリであり、
発生した事象の履歴情報を順次記憶し、満杯になったと
きは最も古い履歴情報が記憶されているアドレスに新た
に発生した事象の履歴情報を格納し、又、履歴情報が参
照されて（例えば上位装置に伝送されて）不要になった
場合、該参照された履歴情報が記憶されているアドレス
を空きアドレスとみなして該アドレスに新たに発生した
事象の履歴情報を格納するものである。２０はＦＩＦＯ
(First in First out)等の空きアドレス管理手段で、参
照された履歴情報が格納されているアドレスを参照順に
書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読み出し、読
み出されたアドレスを新たに発生した事象の履歴情報記
憶アドレスとして指示するものである。
【００１０】３０はＬＲＵ（Least Recently Used)手段
であり、履歴情報がメモリ１０の所定アドレスに格納さ
れる毎に該アドレスを入力されて順番に記憶すると共
に、既に記憶してあるアドレスと同一のアドレスが入力
された場合には、既アドレスを削除し入力アドレスを最
新のアドレスとして記憶するものである。４０は制御部
であり、新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理
手段２０からアドレスが指示されていない場合には、Ｌ
ＲＵ手段３０より最も古い履歴情報が格納されているア
ドレスを求め、該アドレスが指示する履歴情報メモリの
ブロックに新たに発生した事象の履歴情報を格納し、空
きアドレス管理手段２０からアドレスが指示されている
場合には、該アドレスが指示するブロックに前記新たに
発生した事象の履歴情報を格納する制御部である。
であり、履歴情報がメモリ１０の所定アドレスに格納さ
れる毎に該アドレスを入力されて順番に記憶すると共
に、既に記憶してあるアドレスと同一のアドレスが入力
された場合には、既アドレスを削除し入力アドレスを最
新のアドレスとして記憶するものである。４０は制御部
であり、新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理
手段２０からアドレスが指示されていない場合には、Ｌ
ＲＵ手段３０より最も古い履歴情報が格納されているア
ドレスを求め、該アドレスが指示する履歴情報メモリの
ブロックに新たに発生した事象の履歴情報を格納し、空
きアドレス管理手段２０からアドレスが指示されている
場合には、該アドレスが指示するブロックに前記新たに
発生した事象の履歴情報を格納する制御部である。
【００１１】
【作用】履歴情報メモリ１０と、空きアドレス管理手段
２０と、ＬＲＵ手段３０と、制御部４０を設ける。制御
部４０は新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理
手段２０からアドレスが指示されていない場合には、Ｌ
ＲＵ手段３０より最も古い履歴情報が格納されているア
ドレスを求め、該アドレスが指示する履歴情報メモリ１
０のブロックに該新たに発生した事象の履歴情報を格納
し、ＬＲＵ手段３０の記憶内容を更新する。又、制御部
４０は空きアドレス管理手段２０からアドレスが指示さ
れている場合には、該アドレスが指示する履歴情報メモ
リのブロックに前記新たに発生した事象の履歴情報を格
納する。このようにすれば、空きブロックを詰める処理
を実行しなくても最新のＮ個の事象の履歴情報を常に履
歴情報メモリに保持することができる
２０と、ＬＲＵ手段３０と、制御部４０を設ける。制御
部４０は新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理
手段２０からアドレスが指示されていない場合には、Ｌ
ＲＵ手段３０より最も古い履歴情報が格納されているア
ドレスを求め、該アドレスが指示する履歴情報メモリ１
０のブロックに該新たに発生した事象の履歴情報を格納
し、ＬＲＵ手段３０の記憶内容を更新する。又、制御部
４０は空きアドレス管理手段２０からアドレスが指示さ
れている場合には、該アドレスが指示する履歴情報メモ
リのブロックに前記新たに発生した事象の履歴情報を格
納する。このようにすれば、空きブロックを詰める処理
を実行しなくても最新のＮ個の事象の履歴情報を常に履
歴情報メモリに保持することができる
【００１２】又、履歴情報が参照された場合、参照され
た履歴情報が格納されているｎ個のアドレスを参照順に
空きアドレス管理手段２０とＬＲＵ手段３０に入力する
と共に、次の検索対象の履歴情報数をｎ個として保持
し、新たな事象がｎ個発生した場合には、以後新たな事
象が発生する毎に検索対象数ｎをカウントアップし（ｎ
＋１→ｎ）、所定の履歴情報検索時、履歴情報メモリ１
０に記憶されている最新のｎ個の履歴情報のアドレスを
ＬＲＵ手段３０より求め、該アドレスに記憶されている
ｎ個の履歴情報より所定の条件を満足する履歴情報を検
索、参照する。このようにすれば、全履歴情報を参照し
なくても所望の履歴情報を検索できる。
た履歴情報が格納されているｎ個のアドレスを参照順に
空きアドレス管理手段２０とＬＲＵ手段３０に入力する
と共に、次の検索対象の履歴情報数をｎ個として保持
し、新たな事象がｎ個発生した場合には、以後新たな事
象が発生する毎に検索対象数ｎをカウントアップし（ｎ
＋１→ｎ）、所定の履歴情報検索時、履歴情報メモリ１
０に記憶されている最新のｎ個の履歴情報のアドレスを
ＬＲＵ手段３０より求め、該アドレスに記憶されている
ｎ個の履歴情報より所定の条件を満足する履歴情報を検
索、参照する。このようにすれば、全履歴情報を参照し
なくても所望の履歴情報を検索できる。
【００１３】
(a) 本発明の履歴情報格納制御 図２及び図３は本発明の履歴情報格納制御の説明図であ
る。１０は所定サイズの履歴情報メモリであり、履歴情
報１件に対してメモリ内の１ブロックを割り当て、警報
が発生した順に該警報の履歴情報を順次記憶する。又、
メモリが履歴情報で満杯になったときは最も古い履歴情
報が記憶されているブロックに新たに発生した事象の履
歴情報を格納する。更に、履歴情報が参照されて（例え
ば上位の集中監視装置に伝送されて）不要になった場
合、該参照された履歴情報が記憶されているブロックを
空きブロックとみなして該ブロックに新たに発生した事
象の履歴情報を格納する。１ブロックは警報発生時刻、
警報の種類、警報のランク等を記憶するため複数のアド
レスで構成されており、ブロックの先頭アドレスはブロ
ックアドレスという。履歴情報メモリ１０は所定数Ｎの
履歴情報を記憶する容量を備え、常に最新の履歴情報を
格納するようになっている。図では説明の都合上、履歴
情報メモリ１０は７個の最新の履歴情報を記憶できる容
量を有するものとしている。
る。１０は所定サイズの履歴情報メモリであり、履歴情
報１件に対してメモリ内の１ブロックを割り当て、警報
が発生した順に該警報の履歴情報を順次記憶する。又、
メモリが履歴情報で満杯になったときは最も古い履歴情
報が記憶されているブロックに新たに発生した事象の履
歴情報を格納する。更に、履歴情報が参照されて（例え
ば上位の集中監視装置に伝送されて）不要になった場
合、該参照された履歴情報が記憶されているブロックを
空きブロックとみなして該ブロックに新たに発生した事
象の履歴情報を格納する。１ブロックは警報発生時刻、
警報の種類、警報のランク等を記憶するため複数のアド
レスで構成されており、ブロックの先頭アドレスはブロ
ックアドレスという。履歴情報メモリ１０は所定数Ｎの
履歴情報を記憶する容量を備え、常に最新の履歴情報を
格納するようになっている。図では説明の都合上、履歴
情報メモリ１０は７個の最新の履歴情報を記憶できる容
量を有するものとしている。
【００１４】２０はＦＩＦＯ(First in First out)メモ
リ構成の空きブロック管理部で、参照された履歴情報が
格納されているブロックアドレス（空きブロックアドレ
ス）を参照順に書き込むと共に該ブロックアドレス（空
きブロックアドレス）を書き込み順に読み出し、読み出
されたアドレスを新たに発生した警報の履歴情報記憶ア
ドレスとして指示するものである。３０はＬＲＵ（Leas
t Recently Used)回路であり、履歴情報が履歴情報メモ
リ１０の所定ブロックに格納される毎に該ブロックのア
ドレスを入力されて順番に古いものから記憶し、又、既
に記憶してあるブロックアドレスと同一のブロックアド
レスが入力された場合には、該既アドレスを削除し入力
アドレスを最新のアドレスとして記憶するものである。
リ構成の空きブロック管理部で、参照された履歴情報が
格納されているブロックアドレス（空きブロックアドレ
ス）を参照順に書き込むと共に該ブロックアドレス（空
きブロックアドレス）を書き込み順に読み出し、読み出
されたアドレスを新たに発生した警報の履歴情報記憶ア
ドレスとして指示するものである。３０はＬＲＵ（Leas
t Recently Used)回路であり、履歴情報が履歴情報メモ
リ１０の所定ブロックに格納される毎に該ブロックのア
ドレスを入力されて順番に古いものから記憶し、又、既
に記憶してあるブロックアドレスと同一のブロックアド
レスが入力された場合には、該既アドレスを削除し入力
アドレスを最新のアドレスとして記憶するものである。
【００１５】最初、ブロックアドレスの小さい方から発
生順に履歴情報を履歴情報メモリ１０に書き込んでゆ
き、いつかメモリ１０が満杯になる（状態１、図２(a)
参照)。尚、空きブロック管理部２０には、変化が無い
がＬＲＵ回路３０には、書き込んだ順序に従ってブロッ
クアドレスが格納されており、一番古いアドレスは「０
０１」である。この状態で、警報ランク”１”の履歴情
報を検索して上位の集中監視装置に伝送すると、ブロッ
クアドレス「００１」、「０１１」、「１００」、「１
１０」が空き状態になる（状態２、図２(b)参照)。又、
空きブロック管理部２０には、伝送された履歴情報が格
納されているブロックアドレス（空きブロックアドレ
ス）「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」
が伝送順に書き込まれる。又、空きブロックアドレス
「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」はＬ
ＲＵ回路３０にも入力され、その内容は図２(b)に示す
ようになる。
生順に履歴情報を履歴情報メモリ１０に書き込んでゆ
き、いつかメモリ１０が満杯になる（状態１、図２(a)
参照)。尚、空きブロック管理部２０には、変化が無い
がＬＲＵ回路３０には、書き込んだ順序に従ってブロッ
クアドレスが格納されており、一番古いアドレスは「０
０１」である。この状態で、警報ランク”１”の履歴情
報を検索して上位の集中監視装置に伝送すると、ブロッ
クアドレス「００１」、「０１１」、「１００」、「１
１０」が空き状態になる（状態２、図２(b)参照)。又、
空きブロック管理部２０には、伝送された履歴情報が格
納されているブロックアドレス（空きブロックアドレ
ス）「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」
が伝送順に書き込まれる。又、空きブロックアドレス
「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」はＬ
ＲＵ回路３０にも入力され、その内容は図２(b)に示す
ようになる。
【００１６】かかる状態で、新たな警報が発生すると、
空きブロック管理部２０から書き込み順にまずブロック
アドレス「００１」が出力される。従って、このブロッ
クアドレス「００１」が指示する履歴情報メモリ１０の
ブロックに新たに発生した警報の履歴情報（16:00、
Ａ、１）を格納する。以後、新たな警報が発生する毎に
空きブロック管理部２０よりブロックアドレス「０１
１」、「１００」、「１１０」が出力され、これらアド
レスが指示するブロックに該警報の履歴情報「16:30、
Ｅ、０」、「17:00、Ａ、１」、「17:10、Ｂ、０」が格
納される（状態３、図３(a)参照)。
空きブロック管理部２０から書き込み順にまずブロック
アドレス「００１」が出力される。従って、このブロッ
クアドレス「００１」が指示する履歴情報メモリ１０の
ブロックに新たに発生した警報の履歴情報（16:00、
Ａ、１）を格納する。以後、新たな警報が発生する毎に
空きブロック管理部２０よりブロックアドレス「０１
１」、「１００」、「１１０」が出力され、これらアド
レスが指示するブロックに該警報の履歴情報「16:30、
Ｅ、０」、「17:00、Ａ、１」、「17:10、Ｂ、０」が格
納される（状態３、図３(a)参照)。
【００１７】尚、空きブロック管理部２０はＦＩＦＯ構
成になっているため書き込み順にブロックアドレスを出
力する毎に出力すべきブロックアドレス数が減少し、４
つのアドレスを出力するとその数は０となる（０００で
示している）。以上により、空きブロック管理部２０に
記憶されているブロックアドレス数が０になり、かつ、
履歴情報メモリ１０が満杯なる。この状態で、新たな警
報が発生しても空きアドレス管理部２０からブロックア
ドレスが指示されない。空きアドレス管理部２０からブ
ロックアドレスが指示されない場合には、ＬＲＵ回路３
０より最も古い履歴情報が格納されているブロックアド
レス「０１０」を求め、該アドレスが指示する履歴情報
メモリのブロックに新たに発生した警報の履歴情報「1
8:00、Ｃ、０」を格納する。又、ＬＲＵ回路に該ブロッ
クアドレス「０１０」を入力し、その内容を更新する
（状態４、図３(b)参照)。以後、上記動作が繰り返され
る。
成になっているため書き込み順にブロックアドレスを出
力する毎に出力すべきブロックアドレス数が減少し、４
つのアドレスを出力するとその数は０となる（０００で
示している）。以上により、空きブロック管理部２０に
記憶されているブロックアドレス数が０になり、かつ、
履歴情報メモリ１０が満杯なる。この状態で、新たな警
報が発生しても空きアドレス管理部２０からブロックア
ドレスが指示されない。空きアドレス管理部２０からブ
ロックアドレスが指示されない場合には、ＬＲＵ回路３
０より最も古い履歴情報が格納されているブロックアド
レス「０１０」を求め、該アドレスが指示する履歴情報
メモリのブロックに新たに発生した警報の履歴情報「1
8:00、Ｃ、０」を格納する。又、ＬＲＵ回路に該ブロッ
クアドレス「０１０」を入力し、その内容を更新する
（状態４、図３(b)参照)。以後、上記動作が繰り返され
る。
【００１８】以上のようにすれば、ＦＩＦＯ機能とＬＲ
Ｕ機能により、空きブロック管理及び最も古いブロック
の管理が行え、ランダムな位置へ履歴情報を書き込むこ
とができる。すなわち、上位装置への伝送（参照）によ
り空きブロックが生じた場合には以後空きブロック管理
部２０が指示するブロックに履歴情報を記憶すればよ
く、しかも、空きブロックがない場合にはＬＲＵ回路３
０が指示する最も古い履歴情報を記憶するアドレスに新
たな履歴情報を記憶すればよい。この結果、履歴情報メ
モリ１０に空きブロックが生じても従来のようにデータ
を移動する必要が無い。
Ｕ機能により、空きブロック管理及び最も古いブロック
の管理が行え、ランダムな位置へ履歴情報を書き込むこ
とができる。すなわち、上位装置への伝送（参照）によ
り空きブロックが生じた場合には以後空きブロック管理
部２０が指示するブロックに履歴情報を記憶すればよ
く、しかも、空きブロックがない場合にはＬＲＵ回路３
０が指示する最も古い履歴情報を記憶するアドレスに新
たな履歴情報を記憶すればよい。この結果、履歴情報メ
モリ１０に空きブロックが生じても従来のようにデータ
を移動する必要が無い。
【００１９】(b) 本発明の履歴情報検索制御 図４及び図５は本発明の履歴情報検索制御の説明図であ
る。最初、ブロックアドレスの小さい方から発生順に履
歴情報を履歴情報メモリ１０に書き込んでゆき、いつか
メモリ１０が満杯になる（状態１、図４(a)参照)。この
状態で、警報ランク”１”の履歴情報を検索して上位の
集中監視装置に伝送する。警報ランク”１”の検索に対
して検索対象は全履歴情報である。従って、全ブロック
の警報ランク格納アドレスから記憶内容を読み出し、”
１”のものを検索する。この結果、ブロックアドレス
「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」に記
憶されている履歴情報の警報ランクが”１”と判別され
るから、該ブロックアドレスより履歴情報を読み出して
上位の集中監視装置に伝送する。
る。最初、ブロックアドレスの小さい方から発生順に履
歴情報を履歴情報メモリ１０に書き込んでゆき、いつか
メモリ１０が満杯になる（状態１、図４(a)参照)。この
状態で、警報ランク”１”の履歴情報を検索して上位の
集中監視装置に伝送する。警報ランク”１”の検索に対
して検索対象は全履歴情報である。従って、全ブロック
の警報ランク格納アドレスから記憶内容を読み出し、”
１”のものを検索する。この結果、ブロックアドレス
「００１」、「０１１」、「１００」、「１１０」に記
憶されている履歴情報の警報ランクが”１”と判別され
るから、該ブロックアドレスより履歴情報を読み出して
上位の集中監視装置に伝送する。
【００２０】以上により、ブロックアドレス「００
１」、「０１１」、「１００」、「１１０」が空き状態
になる（状態２、図４(b)参照)。又、空きブロック管理
部２０には、伝送された履歴情報が格納されていたブロ
ックアドレス（空きブロックアドレス）「００１」、
「０１１」、「１００」、「１１０」が伝送順に書き込
まれる。又、空きブロックアドレス「００１」、「０１
１」、「１００」、「１１０」はＬＲＵ回路３０に入力
され、その内容は図４(b)に示すようになる。この場
合、検索すべき履歴情報数ｎは空きブロック管理部２０
に格納されているブロックアドレス数（先頭ポインタと
後方ポインタの差）から４となる。これは、伝送されな
かった３個の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索の
対象とする必要が無く、新たに格納される履歴情報が今
後の検索の対象となるからである。
１」、「０１１」、「１００」、「１１０」が空き状態
になる（状態２、図４(b)参照)。又、空きブロック管理
部２０には、伝送された履歴情報が格納されていたブロ
ックアドレス（空きブロックアドレス）「００１」、
「０１１」、「１００」、「１１０」が伝送順に書き込
まれる。又、空きブロックアドレス「００１」、「０１
１」、「１００」、「１１０」はＬＲＵ回路３０に入力
され、その内容は図４(b)に示すようになる。この場
合、検索すべき履歴情報数ｎは空きブロック管理部２０
に格納されているブロックアドレス数（先頭ポインタと
後方ポインタの差）から４となる。これは、伝送されな
かった３個の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索の
対象とする必要が無く、新たに格納される履歴情報が今
後の検索の対象となるからである。
【００２１】かかる状態で、新たな警報が発生すると、
空きブロック管理部２０から書き込み順にまずブロック
アドレス「００１」が出力される。従って、このブロッ
クアドレス「００１」が指示する履歴情報メモリ１０の
ブロックに新たに発生した警報の履歴情報（16:00、
Ａ、１）を格納する。以後、新たな警報が発生する毎に
空きブロック管理部２０よりブロックアドレス「０１
１」、「１００」、「１１０」が出力され、これらアド
レスが指示するブロックに該警報の履歴情報「16:30、
Ｅ、０」、「17:00、Ａ、１」、「17:10、Ｂ、０」が格
納される。尚、ｎ＝４個の新たな検索情報が記憶される
迄ｎは更新しない。以上により、ｎ＝４個の新たな検索
情報がメモリ１０に格納されると、空きブロック管理部
２０に記憶されているブロックアドレス数は０になり、
かつ、履歴情報メモリ１０が満杯なる。この状態で、新
たな警報が発生しても、空きアドレス管理部２０からブ
ロックアドレスは指示されない。かかる場合には、ＬＲ
Ｕ回路３０より最も古い履歴情報が格納されているブロ
ックアドレス「０１０」を求め、該アドレスが指示する
履歴情報メモリのブロックに新たに発生した警報の履歴
情報「18:00、Ｃ、０」を格納する。又、ＬＲＵ回路に
該ブロックアドレス「０１０」を入力し、その内容を更
新する。更に、検索回数ｎをカウントアップし、ｎ＝５
にする（状態３、図５(a)参照)。以後、上記動作が繰り
返される。
空きブロック管理部２０から書き込み順にまずブロック
アドレス「００１」が出力される。従って、このブロッ
クアドレス「００１」が指示する履歴情報メモリ１０の
ブロックに新たに発生した警報の履歴情報（16:00、
Ａ、１）を格納する。以後、新たな警報が発生する毎に
空きブロック管理部２０よりブロックアドレス「０１
１」、「１００」、「１１０」が出力され、これらアド
レスが指示するブロックに該警報の履歴情報「16:30、
Ｅ、０」、「17:00、Ａ、１」、「17:10、Ｂ、０」が格
納される。尚、ｎ＝４個の新たな検索情報が記憶される
迄ｎは更新しない。以上により、ｎ＝４個の新たな検索
情報がメモリ１０に格納されると、空きブロック管理部
２０に記憶されているブロックアドレス数は０になり、
かつ、履歴情報メモリ１０が満杯なる。この状態で、新
たな警報が発生しても、空きアドレス管理部２０からブ
ロックアドレスは指示されない。かかる場合には、ＬＲ
Ｕ回路３０より最も古い履歴情報が格納されているブロ
ックアドレス「０１０」を求め、該アドレスが指示する
履歴情報メモリのブロックに新たに発生した警報の履歴
情報「18:00、Ｃ、０」を格納する。又、ＬＲＵ回路に
該ブロックアドレス「０１０」を入力し、その内容を更
新する。更に、検索回数ｎをカウントアップし、ｎ＝５
にする（状態３、図５(a)参照)。以後、上記動作が繰り
返される。
【００２２】状態３において、警報ランク”１”の履歴
情報の検索が必要になると、最新のｎ（＝５）個の履歴
情報の警報ランクを調べ”１”のものを検索する。最新
の５個の履歴情報が記憶されているブロックアドレスは
ＬＲＵ回路３０の〜で示すものである。従って、
〜のブロックのランク格納アドレスから警報ランクを
読み出し、”１”のものを検索する。この結果、ブロッ
クアドレス「００１」、「１００」に記憶されている履
歴情報の警報ランクが”１”と判別されるから、該ブロ
ックアドレスより履歴情報を読み出して上位の集中監視
装置に伝送する。以上により、ブロックアドレス「００
１」、「１００」が空き状態になる（状態４、図５(b)
参照)。又、空きブロック管理部２０には、伝送された
履歴情報が格納されていたブロックアドレス（空きブロ
ックアドレス）「００１」、「１００」が伝送順に書き
込まれる。又、空きブロックアドレス「００１」、「１
００」はＬＲＵ回路３０に入力され、その内容は図５
(b)に示すようになる。更に、ＦＩＦＯ構成の空きブロ
ック管理部２０の先頭ポインタと後方ポインタの差から
検索すべき履歴情報数ｎは２となる。これは、伝送され
なかった５個の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索
の対象とする必要が無く、新たに格納される履歴情報が
今後の検索の対象となるからである。
情報の検索が必要になると、最新のｎ（＝５）個の履歴
情報の警報ランクを調べ”１”のものを検索する。最新
の５個の履歴情報が記憶されているブロックアドレスは
ＬＲＵ回路３０の〜で示すものである。従って、
〜のブロックのランク格納アドレスから警報ランクを
読み出し、”１”のものを検索する。この結果、ブロッ
クアドレス「００１」、「１００」に記憶されている履
歴情報の警報ランクが”１”と判別されるから、該ブロ
ックアドレスより履歴情報を読み出して上位の集中監視
装置に伝送する。以上により、ブロックアドレス「００
１」、「１００」が空き状態になる（状態４、図５(b)
参照)。又、空きブロック管理部２０には、伝送された
履歴情報が格納されていたブロックアドレス（空きブロ
ックアドレス）「００１」、「１００」が伝送順に書き
込まれる。又、空きブロックアドレス「００１」、「１
００」はＬＲＵ回路３０に入力され、その内容は図５
(b)に示すようになる。更に、ＦＩＦＯ構成の空きブロ
ック管理部２０の先頭ポインタと後方ポインタの差から
検索すべき履歴情報数ｎは２となる。これは、伝送され
なかった５個の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索
の対象とする必要が無く、新たに格納される履歴情報が
今後の検索の対象となるからである。
【００２３】(c) 警報監視装置の構成 図６は本発明の警報監視装置の実施例構成図である。１
０は不揮発性メモリ素子例えばＥＥＰ−ＲＯＭで構成さ
れた履歴情報メモリで、履歴情報１件に対してメモリ内
の１ブロックを割り当て、最新のＮ個の履歴情報を記憶
する。１ブロックは複数のアドレスで構成されており、
各アドレスに警報の発生時刻、警報の種類、警報のラン
ク等が記憶される。２１はＲＡＭであり、ＦＩＦＯメモ
リ（空きブロック管理部）２０を有している。ＦＩＦＯ
メモリ２０はデータを書き込み順に読み出すもので、最
初に書き込んだデータが最初に読み出される。ＦＩＦＯ
メモリ２０には、集中監視装置に伝送された履歴情報
が記憶されていたブロックアドレスＢＡ1，ＢＡ2，・・
・、次のブロックアドレスを書き込むべき位置を示す
入力アドレスポインタＡＰＩ、次のブロックアドレス
を読み出すべき位置を示す出力アドレスポインタＡＰ
Ｏ、履歴情報検索時の検索情報数ＲＴＮが記憶され
る。
０は不揮発性メモリ素子例えばＥＥＰ−ＲＯＭで構成さ
れた履歴情報メモリで、履歴情報１件に対してメモリ内
の１ブロックを割り当て、最新のＮ個の履歴情報を記憶
する。１ブロックは複数のアドレスで構成されており、
各アドレスに警報の発生時刻、警報の種類、警報のラン
ク等が記憶される。２１はＲＡＭであり、ＦＩＦＯメモ
リ（空きブロック管理部）２０を有している。ＦＩＦＯ
メモリ２０はデータを書き込み順に読み出すもので、最
初に書き込んだデータが最初に読み出される。ＦＩＦＯ
メモリ２０には、集中監視装置に伝送された履歴情報
が記憶されていたブロックアドレスＢＡ1，ＢＡ2，・・
・、次のブロックアドレスを書き込むべき位置を示す
入力アドレスポインタＡＰＩ、次のブロックアドレス
を読み出すべき位置を示す出力アドレスポインタＡＰ
Ｏ、履歴情報検索時の検索情報数ＲＴＮが記憶され
る。
【００２４】３０はＬＲＵ（Least Recently Used)回路
であり、履歴情報が履歴情報メモリ１０の所定ブロック
に格納される毎に該ブロックアドレスを入力されて順番
に古いものから記憶し、又、既に記憶してあるブロック
アドレスと同一のブロックアドレスが入力された場合に
は、該既アドレスを削除し入力アドレスを最新のアドレ
スとして記憶するものである。３１はＬＲＵ回路３０に
記憶されている最も古いブロックアドレスを入力されて
記憶するバッファである。４０は履歴情報格納制御、検
索制御、その他の処理を行う制御部（ＣＰＵ）である。
であり、履歴情報が履歴情報メモリ１０の所定ブロック
に格納される毎に該ブロックアドレスを入力されて順番
に古いものから記憶し、又、既に記憶してあるブロック
アドレスと同一のブロックアドレスが入力された場合に
は、該既アドレスを削除し入力アドレスを最新のアドレ
スとして記憶するものである。３１はＬＲＵ回路３０に
記憶されている最も古いブロックアドレスを入力されて
記憶するバッファである。４０は履歴情報格納制御、検
索制御、その他の処理を行う制御部（ＣＰＵ）である。
【００２５】５０はＣＰＵ４０から出力されるアドレス
データ（実アドレス）を入力され、該実アドレスに基づ
いて履歴情報メモリ１０、ＲＡＭ２１のチップセレクト
信号ＣＳ１，ＣＳ２を出力し、あるいは、バッファ３１
のイネーブル信号ＥＮを出力する第１のデコーダ、６０
は実アドレスを履歴情報メモリのブロックアドレスに変
換する第２のデコーダ、７０は実アドレスがブロック先
頭のアドレス（ブロックアドレス）であるか否かを検出
する第３のデコーダである。図７はメモリマップ説明図
であり、履歴情報メモリ（ＥＥＰ−ＲＯＭ）１０、ＲＡ
Ｍ２１、バッファ３１、その他のメモリに対して実アド
レスが付され、ＣＰＵは該実アドレスを用いてこれらメ
モリにアクセスする。
データ（実アドレス）を入力され、該実アドレスに基づ
いて履歴情報メモリ１０、ＲＡＭ２１のチップセレクト
信号ＣＳ１，ＣＳ２を出力し、あるいは、バッファ３１
のイネーブル信号ＥＮを出力する第１のデコーダ、６０
は実アドレスを履歴情報メモリのブロックアドレスに変
換する第２のデコーダ、７０は実アドレスがブロック先
頭のアドレス（ブロックアドレス）であるか否かを検出
する第３のデコーダである。図７はメモリマップ説明図
であり、履歴情報メモリ（ＥＥＰ−ＲＯＭ）１０、ＲＡ
Ｍ２１、バッファ３１、その他のメモリに対して実アド
レスが付され、ＣＰＵは該実アドレスを用いてこれらメ
モリにアクセスする。
【００２６】(d) ＬＲＵ回路 図８はＬＲＵ回路３０の説明図である。ＬＲＵ回路はい
くつかの重複するデータが入力された時にその入力デー
タの中で、最近参照されていないデータを出力するもの
である。すなわち、入力データを順番に古いものから記
憶し、又、既に記憶してあるデータと同一のデータが入
力された場合には、該既データを削除し入力データを最
新のデータとして記憶するものである。図８のＬＲＵ回
路は３ビットのデータのうち最新の３つのデータを古い
ものから順に記憶する構成図であり、３×３の９個のＤ
フリップフロップＦＦ11〜ＦＦ33を備えている。右側の
３つのＤフリップフロップＦＦ31〜ＦＦ33は最も古い３
ビットデータを記憶し、真中の３つのＤフリップフロッ
プＦＦ21〜Ｆ23は２番目に古い３ビットデータを記憶
し、左側の３つのＤフリップフロップＦ11〜Ｆ13は最新
の３ビットデータを記憶する。
くつかの重複するデータが入力された時にその入力デー
タの中で、最近参照されていないデータを出力するもの
である。すなわち、入力データを順番に古いものから記
憶し、又、既に記憶してあるデータと同一のデータが入
力された場合には、該既データを削除し入力データを最
新のデータとして記憶するものである。図８のＬＲＵ回
路は３ビットのデータのうち最新の３つのデータを古い
ものから順に記憶する構成図であり、３×３の９個のＤ
フリップフロップＦＦ11〜ＦＦ33を備えている。右側の
３つのＤフリップフロップＦＦ31〜ＦＦ33は最も古い３
ビットデータを記憶し、真中の３つのＤフリップフロッ
プＦＦ21〜Ｆ23は２番目に古い３ビットデータを記憶
し、左側の３つのＤフリップフロップＦ11〜Ｆ13は最新
の３ビットデータを記憶する。
【００２７】排他的論理和ゲートＥＸＯ１は最新の（１
段目の）３ビットデータと入力データが一致するか調べ
るもの、ＯＲ１は１段目の３ビットデータと入力データ
が不一致の場合にはハイレベルの信号を、一致の場合に
はローレベルの信号を出力するオアゲート、ＡＧ１はオ
アゲートＯＲ１の出力がハイレベルの時（不一致の時）
にクロック信号ＣＫを通過するアンドゲートである。ア
ンドゲートＡＧ１の出力は真中（２段目）のＤフリップ
フロップＦＦ21〜ＦＦ23のクロック信号となるから、入
力データと１段目に記憶されているデータが不一致の場
合には該１段目のデータは２番目に古いデータとなって
２段目にシフトし、１段目には入力されたデータが最新
のデータとなって記憶される。排他的論理和ゲートＥＸ
Ｏ２は２段目の３ビットデータと入力データが一致する
か調べるもの、ＯＲ２は２段目の３ビットデータと入力
データが不一致の場合にはハイレベルの信号を、一致の
場合にはローレベルの信号を出力するオアゲート、ＡＧ
２はオアゲートＯＲ１，ＯＲ２の出力がハイレベルの時
（不一致の時）にクロック信号ＣＫを通過するアンドゲ
ートである。アンドゲートＡＧ２の出力は３段目のＤフ
リップフロップＦＦ31〜ＦＦ33のクロック信号となるか
ら、入力データと１段目及び２段目に記憶されているデ
ータが不一致の場合には２段目のデータは３番目に古い
（一番古い）データとなって３段目にシフトして記憶さ
れる。
段目の）３ビットデータと入力データが一致するか調べ
るもの、ＯＲ１は１段目の３ビットデータと入力データ
が不一致の場合にはハイレベルの信号を、一致の場合に
はローレベルの信号を出力するオアゲート、ＡＧ１はオ
アゲートＯＲ１の出力がハイレベルの時（不一致の時）
にクロック信号ＣＫを通過するアンドゲートである。ア
ンドゲートＡＧ１の出力は真中（２段目）のＤフリップ
フロップＦＦ21〜ＦＦ23のクロック信号となるから、入
力データと１段目に記憶されているデータが不一致の場
合には該１段目のデータは２番目に古いデータとなって
２段目にシフトし、１段目には入力されたデータが最新
のデータとなって記憶される。排他的論理和ゲートＥＸ
Ｏ２は２段目の３ビットデータと入力データが一致する
か調べるもの、ＯＲ２は２段目の３ビットデータと入力
データが不一致の場合にはハイレベルの信号を、一致の
場合にはローレベルの信号を出力するオアゲート、ＡＧ
２はオアゲートＯＲ１，ＯＲ２の出力がハイレベルの時
（不一致の時）にクロック信号ＣＫを通過するアンドゲ
ートである。アンドゲートＡＧ２の出力は３段目のＤフ
リップフロップＦＦ31〜ＦＦ33のクロック信号となるか
ら、入力データと１段目及び２段目に記憶されているデ
ータが不一致の場合には２段目のデータは３番目に古い
（一番古い）データとなって３段目にシフトして記憶さ
れる。
【００２８】図９はＬＲＵ回路の動作説明図であり、最
初(a)に示すように「１１１」、「００１」、「１０
１」が入力されるとこれらのデータが順番にＬＲＵ回路
のＤフリップフロップに記憶される。この状態で４番目
に「１１１」が入力されると、(b)の右側に示すように
記憶状態が変化する。又、４番目に「００１」が入力さ
れると(c)の右側に示すように記憶状態が変化する。以
上より、ＬＲＵ回路３０は入力データを順番に古いもの
から記憶し、又、既に記憶してあるデータと同一のデー
タが入力された場合には、該既データを削除し入力デー
タを最新のデータとして記憶するように動作する。従っ
て、データとして、履歴情報が記憶された履歴情報メモ
リ１０のブロックアドレスが入力されると、該ブロック
アドレスを順番に古いものから記憶し、又、既に記憶し
てあるブロックアドレスと同一のブロックアドレスが入
力された場合には、該既ブロックアドレスを削除し入力
されたブロックアドレスを最新のブロックアドレスとし
て記憶する。
初(a)に示すように「１１１」、「００１」、「１０
１」が入力されるとこれらのデータが順番にＬＲＵ回路
のＤフリップフロップに記憶される。この状態で４番目
に「１１１」が入力されると、(b)の右側に示すように
記憶状態が変化する。又、４番目に「００１」が入力さ
れると(c)の右側に示すように記憶状態が変化する。以
上より、ＬＲＵ回路３０は入力データを順番に古いもの
から記憶し、又、既に記憶してあるデータと同一のデー
タが入力された場合には、該既データを削除し入力デー
タを最新のデータとして記憶するように動作する。従っ
て、データとして、履歴情報が記憶された履歴情報メモ
リ１０のブロックアドレスが入力されると、該ブロック
アドレスを順番に古いものから記憶し、又、既に記憶し
てあるブロックアドレスと同一のブロックアドレスが入
力された場合には、該既ブロックアドレスを削除し入力
されたブロックアドレスを最新のブロックアドレスとし
て記憶する。
【００２９】以上は最新の３個の３ビットデータを記憶
する場合であるが、一般に最新のｍ個のｎビットデータ
を古いものから順に記憶する場合にはＬＲＵ回路にはｍ
×ｎのＤフリップフロップＦＦ11〜Ｆmnが設けられ、最
も右側のｎ個のＤフリップフロップが最も古いｎビット
データを記憶し、最も左側のｎ個のＤフリップフロップ
が最新のｎビットデータを記憶する。図２〜図５の例で
は３ビットのブロックアドレスを７個記憶する必要があ
るため、３×７のＤフリップフロップが設けられ、各段
に排他的論理和ゲート、オアゲート、アンドゲートが設
けられる。尚、履歴情報検索制御においては前述のよう
にＬＲＵ回路の各段の情報が必要となるため、図８にお
いてＬＲＵ回路の各段（OUT1〜OUT3)より情報が取り出
せるようになっている。又、履歴情報検索制御を考慮す
ると、図６における警報監視装置のＬＲＵ回路周辺の構
成は図１０に示すようになる。図１０において、図６と
異なる点は、 ・ＬＲＵ回路３０の各段(OUT1〜OUTn)に対応してバッフ
ァ３１1〜３１nが設けられている点、 ・第１のデコーダ５０よりバッファ３１1〜３１nにイネ
ーブル信号ＥＮ1〜ＥＮnが入力され、各バッファの記憶
データ(ＬＲＵ回路３０の各段の内容）がデータバスを
介して制御部（ＣＰＵ）４０により読み取られるように
なっている点である。
する場合であるが、一般に最新のｍ個のｎビットデータ
を古いものから順に記憶する場合にはＬＲＵ回路にはｍ
×ｎのＤフリップフロップＦＦ11〜Ｆmnが設けられ、最
も右側のｎ個のＤフリップフロップが最も古いｎビット
データを記憶し、最も左側のｎ個のＤフリップフロップ
が最新のｎビットデータを記憶する。図２〜図５の例で
は３ビットのブロックアドレスを７個記憶する必要があ
るため、３×７のＤフリップフロップが設けられ、各段
に排他的論理和ゲート、オアゲート、アンドゲートが設
けられる。尚、履歴情報検索制御においては前述のよう
にＬＲＵ回路の各段の情報が必要となるため、図８にお
いてＬＲＵ回路の各段（OUT1〜OUT3)より情報が取り出
せるようになっている。又、履歴情報検索制御を考慮す
ると、図６における警報監視装置のＬＲＵ回路周辺の構
成は図１０に示すようになる。図１０において、図６と
異なる点は、 ・ＬＲＵ回路３０の各段(OUT1〜OUTn)に対応してバッフ
ァ３１1〜３１nが設けられている点、 ・第１のデコーダ５０よりバッファ３１1〜３１nにイネ
ーブル信号ＥＮ1〜ＥＮnが入力され、各バッファの記憶
データ(ＬＲＵ回路３０の各段の内容）がデータバスを
介して制御部（ＣＰＵ）４０により読み取られるように
なっている点である。
【００３０】(e) 制御部の履歴情報格納処理 図１１は履歴情報格納処理のフロー図である。初期時、
制御部（ＣＰＵ）４０は履歴情報メモリ１０、ＦＩＦＯ
メモリ２０、ＬＲＵ回路の内容をすべて”０”にクリア
し、又、ブロックアドレスＢＡ、入出力アドレスポイン
タＡＰＩ，ＡＰＯを「０００」に初期設定する（ステッ
プ１０１）。ついで、警報ランクの高い履歴情報を上位
の集中監視装置に伝送したか判別し（ステップ１０
２）、伝送されていなければ、警報が発生したか判別し
（ステップ１０３）、警報が発生してなければステップ
１０２に戻る。警報が発生していれば、バッファ３０の
実アドレスを発生する。これにより、第１のデコーダ５
０はバッファイネーブル信号ＥＮを出力してＬＲＵ回路
３０に記憶されている最も古いブロックアドレスをバッ
ファ３１に記憶させる。しかる後、ＣＰＵ４０は該バッ
ファ３１の内容を読み取り、その内容が「０００」であ
るか判断する（ステップ１０４）。
制御部（ＣＰＵ）４０は履歴情報メモリ１０、ＦＩＦＯ
メモリ２０、ＬＲＵ回路の内容をすべて”０”にクリア
し、又、ブロックアドレスＢＡ、入出力アドレスポイン
タＡＰＩ，ＡＰＯを「０００」に初期設定する（ステッ
プ１０１）。ついで、警報ランクの高い履歴情報を上位
の集中監視装置に伝送したか判別し（ステップ１０
２）、伝送されていなければ、警報が発生したか判別し
（ステップ１０３）、警報が発生してなければステップ
１０２に戻る。警報が発生していれば、バッファ３０の
実アドレスを発生する。これにより、第１のデコーダ５
０はバッファイネーブル信号ＥＮを出力してＬＲＵ回路
３０に記憶されている最も古いブロックアドレスをバッ
ファ３１に記憶させる。しかる後、ＣＰＵ４０は該バッ
ファ３１の内容を読み取り、その内容が「０００」であ
るか判断する（ステップ１０４）。
【００３１】バッファの内容が「０００」の場合には、
履歴情報メモリ１０の最後のブロックまで使用していな
いことを意味するから、ブロックアドレスＢＡをカウン
トアップ（ＢＡ＋１→ＢＡ）して更新する（ステップ１
０５）。ついで、ＣＰＵ４０は更新したブロックアドレ
スに応じた実アドレスを求め、該実アドレスをアドレス
バスに、履歴情報（警報発生時刻）をデータバスに送出
すると共に、Ｒ／Ｗ信号をローレベルにする。第１のデ
コーダ５０はアドレスバスに履歴情報メモリ１０の実ア
ドレスが送出されると、該履歴情報メモリ（ＥＥＰ−Ｒ
ＯＭ）１０のチップセレクト信号ＣＰ１をローレベルに
する。この結果、指定されたアドレスに履歴情報（警報
発生時刻）が格納される。
履歴情報メモリ１０の最後のブロックまで使用していな
いことを意味するから、ブロックアドレスＢＡをカウン
トアップ（ＢＡ＋１→ＢＡ）して更新する（ステップ１
０５）。ついで、ＣＰＵ４０は更新したブロックアドレ
スに応じた実アドレスを求め、該実アドレスをアドレス
バスに、履歴情報（警報発生時刻）をデータバスに送出
すると共に、Ｒ／Ｗ信号をローレベルにする。第１のデ
コーダ５０はアドレスバスに履歴情報メモリ１０の実ア
ドレスが送出されると、該履歴情報メモリ（ＥＥＰ−Ｒ
ＯＭ）１０のチップセレクト信号ＣＰ１をローレベルに
する。この結果、指定されたアドレスに履歴情報（警報
発生時刻）が格納される。
【００３２】又、以上と並行して実アドレスは第２、第
３のデコーダ６０、７０に入力される。第２のデコーダ
６０は実アドレスをブロックアドレスに変換してＬＲＵ
回路３０に入力し、第３のデコーダ７０は実アドレスが
ブロックアドレス（ブロックの先頭アドレス）であるこ
とを識別してクロック信号ＣＫを出力する。この結果、
前述のように、ＬＲＵ回路３０は入力されたブロックア
ドレスを最新のブロックアドレスとして格納し、既に記
憶してあるブロックアドレスをシフトする。以後、同様
にして、警報の種類、警報のランクを履歴情報メモリ１
０のブロックに記憶する。尚、警報の種類、警報のラン
クを記憶する場合にも実アドレスが第２、第３のデコー
ダ６０、７０に入力されるが、該実アドレスはブロック
アドレスでないためクロック信号ＣＫは出力されず、Ｌ
ＲＵ回路３０の内容は変化しない。・・・以上ステップ
１０６，１０７
３のデコーダ６０、７０に入力される。第２のデコーダ
６０は実アドレスをブロックアドレスに変換してＬＲＵ
回路３０に入力し、第３のデコーダ７０は実アドレスが
ブロックアドレス（ブロックの先頭アドレス）であるこ
とを識別してクロック信号ＣＫを出力する。この結果、
前述のように、ＬＲＵ回路３０は入力されたブロックア
ドレスを最新のブロックアドレスとして格納し、既に記
憶してあるブロックアドレスをシフトする。以後、同様
にして、警報の種類、警報のランクを履歴情報メモリ１
０のブロックに記憶する。尚、警報の種類、警報のラン
クを記憶する場合にも実アドレスが第２、第３のデコー
ダ６０、７０に入力されるが、該実アドレスはブロック
アドレスでないためクロック信号ＣＫは出力されず、Ｌ
ＲＵ回路３０の内容は変化しない。・・・以上ステップ
１０６，１０７
【００３３】一方、ステップ１０４においてバッファ３
１の内容が「０００」でない場合には、換言すれば、Ｌ
ＲＵ回路３０がブロックアドレスで満杯の場合には、Ｃ
ＰＵ４０はＦＩＦＯメモリ２０の入出力アドレスポイン
タＡＰＩ，ＡＰＯの内容を読み出し、一致するか判断す
る（ステップ１０８）。尚、第１のデコーダ５０はアド
レスバスにＲＡＭ２１の実アドレスが発生するとチップ
セレクト信号ＣＳ２をローレベルにしアクセス可能とす
る。従って、ＣＰＵ４０はＲＡＭ２１の実アドレスをア
ドレスバスに送出すると共にＲ／Ｗ信号をローレベルに
すれば、ＲＡＭよりデータを読み出すことができ、又、
データを書き込むことができる。入出力ポインタＡＰ
Ｉ，ＡＰＯの内容が一致する場合には、履歴情報の伝送
によって生じる空きブロックが履歴情報メモリ１０に存
在しないことを意味するから、ステップ１０６と同様の
手法でバッファ３１に記憶されているブロックアドレス
が指示するブロックに新たな履歴情報を書き込む（ステ
ップ１０９）。また、ＬＲＵ回路３０は履歴情報が記憶
されたブロックアドレスを古いものから順に保持するよ
うにその内容を更新する（ステップ１０７）。
１の内容が「０００」でない場合には、換言すれば、Ｌ
ＲＵ回路３０がブロックアドレスで満杯の場合には、Ｃ
ＰＵ４０はＦＩＦＯメモリ２０の入出力アドレスポイン
タＡＰＩ，ＡＰＯの内容を読み出し、一致するか判断す
る（ステップ１０８）。尚、第１のデコーダ５０はアド
レスバスにＲＡＭ２１の実アドレスが発生するとチップ
セレクト信号ＣＳ２をローレベルにしアクセス可能とす
る。従って、ＣＰＵ４０はＲＡＭ２１の実アドレスをア
ドレスバスに送出すると共にＲ／Ｗ信号をローレベルに
すれば、ＲＡＭよりデータを読み出すことができ、又、
データを書き込むことができる。入出力ポインタＡＰ
Ｉ，ＡＰＯの内容が一致する場合には、履歴情報の伝送
によって生じる空きブロックが履歴情報メモリ１０に存
在しないことを意味するから、ステップ１０６と同様の
手法でバッファ３１に記憶されているブロックアドレス
が指示するブロックに新たな履歴情報を書き込む（ステ
ップ１０９）。また、ＬＲＵ回路３０は履歴情報が記憶
されたブロックアドレスを古いものから順に保持するよ
うにその内容を更新する（ステップ１０７）。
【００３４】又、ステップ１０２において、ＣＰＵ４０
は集中監視装置に警報ランクが高い履歴情報を伝送する
と、該履歴情報が格納されていたブロックアドレスを入
力アドレスポインタＡＰＩが指示するＦＩＦＯメモリの
記憶域に記憶すると共に、該入力アドレスポインタＡＰ
Ｉを歩進する（ＡＰＩ＋１→ＡＰＩ）。尚、履歴情報メ
モリ１０より警報ランクが高い履歴情報を読み出して伝
送するとき、ブロックアドレスがアドレスバスに発生す
るから、該ブロックアドレスはＬＲＵ回路３０に入力さ
れてその内容が更新される。・・・以上ステップ１１
１、１１２以後、ステップ１０２に戻り同様の処理が行
われ、伝送された全履歴情報が格納されているブロック
アドレスがＦＩＦＯメモリ２０に格納され、かつ、ＬＲ
Ｕ回路３０に入力されてその内容を更新する。
は集中監視装置に警報ランクが高い履歴情報を伝送する
と、該履歴情報が格納されていたブロックアドレスを入
力アドレスポインタＡＰＩが指示するＦＩＦＯメモリの
記憶域に記憶すると共に、該入力アドレスポインタＡＰ
Ｉを歩進する（ＡＰＩ＋１→ＡＰＩ）。尚、履歴情報メ
モリ１０より警報ランクが高い履歴情報を読み出して伝
送するとき、ブロックアドレスがアドレスバスに発生す
るから、該ブロックアドレスはＬＲＵ回路３０に入力さ
れてその内容が更新される。・・・以上ステップ１１
１、１１２以後、ステップ１０２に戻り同様の処理が行
われ、伝送された全履歴情報が格納されているブロック
アドレスがＦＩＦＯメモリ２０に格納され、かつ、ＬＲ
Ｕ回路３０に入力されてその内容を更新する。
【００３５】かかる状態で、警報が発生すると、ステッ
プ１０４、ステップ１０８において「ＮＯ」となる。こ
のため、ＣＰＵ４０は出力アドレスポインタＡＰＯが指
示するＦＩＦＯメモリ２０からブロックアドレスを読み
出し、読み出したブロックアドレスが指示する履歴情報
メモリ１０に新たに発生した警報の履歴情報を格納する
（ステップ１１３）。又、ＬＲＵ回路３０の内容は該ブ
ロックアドレスにより更新される。ついで、出力アドレ
スポインタＡＰＯを歩進（ＡＰＯ＋１→ＡＰＯ）し（ス
テップ１１４）、ステップ１０２に戻り以降の処理を繰
り返す。以後、ステップ１０８において、ＡＰＩ＝ＡＰ
Ｏとなるまで出力アドレスポインタＡＰＯが指示するＦ
ＩＦＯメモリ２０から読み出されたブロックアドレスが
指示する履歴情報メモリ１０に新たに発生した警報の履
歴情報を格納し、ＡＰＩ＝ＡＰＯとなればこれらを初期
値にリセットし、以後、ＬＲＵ回路３０から出力される
最も古いブロックアドレスに履歴情報を記憶する。
プ１０４、ステップ１０８において「ＮＯ」となる。こ
のため、ＣＰＵ４０は出力アドレスポインタＡＰＯが指
示するＦＩＦＯメモリ２０からブロックアドレスを読み
出し、読み出したブロックアドレスが指示する履歴情報
メモリ１０に新たに発生した警報の履歴情報を格納する
（ステップ１１３）。又、ＬＲＵ回路３０の内容は該ブ
ロックアドレスにより更新される。ついで、出力アドレ
スポインタＡＰＯを歩進（ＡＰＯ＋１→ＡＰＯ）し（ス
テップ１１４）、ステップ１０２に戻り以降の処理を繰
り返す。以後、ステップ１０８において、ＡＰＩ＝ＡＰ
Ｏとなるまで出力アドレスポインタＡＰＯが指示するＦ
ＩＦＯメモリ２０から読み出されたブロックアドレスが
指示する履歴情報メモリ１０に新たに発生した警報の履
歴情報を格納し、ＡＰＩ＝ＡＰＯとなればこれらを初期
値にリセットし、以後、ＬＲＵ回路３０から出力される
最も古いブロックアドレスに履歴情報を記憶する。
【００３６】(f) ＣＰＵの情報検索処理 図１２はＣＰＵの情報検索処理の流れ図である。ＣＰＵ
は履歴情報メモリ１０に記憶した履歴情報のうち、警報
ランクが高い履歴情報を定期的に（例えば１分毎に）検
索して上位の集中監視装置に伝送する。初期時、検索情
報数ｎをＮとする（ｎ＝Ｎ）。Ｎは履歴情報メモリ１０
に格納可能な最大履歴情報数である。かかる状態で、履
歴情報の検索時刻なれば制御部（ＣＰＵ）４０は履歴情
報メモリ１０に記憶されているｎ個の全警報ランクを調
べ警報ランクが”１”の履歴情報（Ｎ′個とする）を監
視集中装置に伝送する（ステップ２０１）。
は履歴情報メモリ１０に記憶した履歴情報のうち、警報
ランクが高い履歴情報を定期的に（例えば１分毎に）検
索して上位の集中監視装置に伝送する。初期時、検索情
報数ｎをＮとする（ｎ＝Ｎ）。Ｎは履歴情報メモリ１０
に格納可能な最大履歴情報数である。かかる状態で、履
歴情報の検索時刻なれば制御部（ＣＰＵ）４０は履歴情
報メモリ１０に記憶されているｎ個の全警報ランクを調
べ警報ランクが”１”の履歴情報（Ｎ′個とする）を監
視集中装置に伝送する（ステップ２０１）。
【００３７】ついで、伝送した履歴情報が格納されてい
たブロックアドレスをＦＩＦＯメモリ２に格納すると共
に入力アドレスポインタＡＰＩを歩進する（ステップ２
０２）。又、ブロックアドレスをＬＲＵ回路３０に入力
してその内容を更新すると共に（ステップ２０３）、入
力アドレスポインタＡＰＩと出力アドレスポインタＡＰ
Ｏの差（＝Ｎ′）を検索情報数ｎとしてＦＩＦＯメモリ
２０に格納する（ステップ２０４）。ここで、ｎ（＝
Ｎ′）を次の検索情報数にできる理由は、伝送されなか
った他の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索の対象
とする必要が無く、新たに格納される履歴情報を今後の
検索の対象とすればよいからである。
たブロックアドレスをＦＩＦＯメモリ２に格納すると共
に入力アドレスポインタＡＰＩを歩進する（ステップ２
０２）。又、ブロックアドレスをＬＲＵ回路３０に入力
してその内容を更新すると共に（ステップ２０３）、入
力アドレスポインタＡＰＩと出力アドレスポインタＡＰ
Ｏの差（＝Ｎ′）を検索情報数ｎとしてＦＩＦＯメモリ
２０に格納する（ステップ２０４）。ここで、ｎ（＝
Ｎ′）を次の検索情報数にできる理由は、伝送されなか
った他の履歴情報は警報ランクが低くもはや検索の対象
とする必要が無く、新たに格納される履歴情報を今後の
検索の対象とすればよいからである。
【００３８】以後、検索時刻になったか調べ（ステップ
２０５）、検索時刻になっていなければ警報が発生した
か調べ（ステップ２０６）、警報が発生すれば、図１０
の点線で囲んだ警報履歴書き込み処理を実行する（ステ
ップ２０７）。新たに発生した警報の履歴情報を履歴情
報メモリ１０に書き込み後、ｍ（初期値は０）を歩進し
（ステップ２０８）、ついで、ｍ＞ｎかどうかを判断
し、ｍ≦ｎの場合にはステップ２０５に戻り以降の処理
を繰り返す。しかし、ｍ＞ｎの場合には、最初に設定し
た検索情報数以上の新たな履歴情報が履歴情報メモリ１
０に格納されたことになるから、ｎ＋１→ｎにより検索
情報数ｎを歩進し（ステップ２１０）、ステップ２０５
に戻る。
２０５）、検索時刻になっていなければ警報が発生した
か調べ（ステップ２０６）、警報が発生すれば、図１０
の点線で囲んだ警報履歴書き込み処理を実行する（ステ
ップ２０７）。新たに発生した警報の履歴情報を履歴情
報メモリ１０に書き込み後、ｍ（初期値は０）を歩進し
（ステップ２０８）、ついで、ｍ＞ｎかどうかを判断
し、ｍ≦ｎの場合にはステップ２０５に戻り以降の処理
を繰り返す。しかし、ｍ＞ｎの場合には、最初に設定し
た検索情報数以上の新たな履歴情報が履歴情報メモリ１
０に格納されたことになるから、ｎ＋１→ｎにより検索
情報数ｎを歩進し（ステップ２１０）、ステップ２０５
に戻る。
【００３９】一方、ステップ２０５において、履歴情報
検索時刻なれば、ＬＲＵ回路３０より、最新のｎ個の履
歴情報が記憶されているブロックアドレスを求め、該ブ
ロックアドレスに記憶されている最新のｎ個の履歴情報
のうち警報ランクが”１”のものを検索し（ステップ２
１１）、ついで、ｎ，ｍを０にリセットしてステップ２
０１に戻り、検索したＮ′個の履歴情報を集中監視装置
に伝送して以後ステップ２０２以降の処理を繰り返す。
以上では、警報の履歴情報をメモリに記憶する場合につ
いて説明したが、本発明は警報の履歴情報に限らず、一
般の事象の履歴情報を格納する場合にも適用できるもの
である。
検索時刻なれば、ＬＲＵ回路３０より、最新のｎ個の履
歴情報が記憶されているブロックアドレスを求め、該ブ
ロックアドレスに記憶されている最新のｎ個の履歴情報
のうち警報ランクが”１”のものを検索し（ステップ２
１１）、ついで、ｎ，ｍを０にリセットしてステップ２
０１に戻り、検索したＮ′個の履歴情報を集中監視装置
に伝送して以後ステップ２０２以降の処理を繰り返す。
以上では、警報の履歴情報をメモリに記憶する場合につ
いて説明したが、本発明は警報の履歴情報に限らず、一
般の事象の履歴情報を格納する場合にも適用できるもの
である。
【００４０】又、以上では、警報ランクが高い履歴情報
を検索する場合について説明したが、警報ランクに限ら
ず所定の条件を満足する履歴情報を検索する場合にも適
用できるものでぁる。更に、以上では空きブロック管理
部としてＦＩＦＯメモリを用いた場合について説明した
がＬＩＦＯ（Last in First out)メモリを用いることも
できる。以上、本発明を実施例により説明したが、本発
明は請求の範囲に記載した本発明の主旨に従い種々の変
形が可能であり、本発明はこれらを排除するものではな
い。
を検索する場合について説明したが、警報ランクに限ら
ず所定の条件を満足する履歴情報を検索する場合にも適
用できるものでぁる。更に、以上では空きブロック管理
部としてＦＩＦＯメモリを用いた場合について説明した
がＬＩＦＯ（Last in First out)メモリを用いることも
できる。以上、本発明を実施例により説明したが、本発
明は請求の範囲に記載した本発明の主旨に従い種々の変
形が可能であり、本発明はこれらを排除するものではな
い。
【００４１】
【発明の効果】以上本発明によれば、参照された履歴情
報が格納されているアドレスを参照順に書き込むと共に
該アドレスを書き込み順に読み出し、該読み出したアド
レスを新たに発生した事象の履歴情報記憶アドレスとし
て指示する空きアドレス管理手段と履歴情報が格納され
たメモリのアドレスを格納順に記憶するＬＲＵ手段とを
設け、新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手
段からアドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手
段より最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求
め、該アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納
すると共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新し、又、空き
アドレス管理手段からアドレスが指示されている場合に
は、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情報を
格納すると共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新するよう
に構成したから、従来のように参照されて空きになった
ブロック（空きブロック）を詰める処理を実行しなくて
も最新のＮ個の事象の履歴情報を常に履歴情報メモリに
保持することができる。
報が格納されているアドレスを参照順に書き込むと共に
該アドレスを書き込み順に読み出し、該読み出したアド
レスを新たに発生した事象の履歴情報記憶アドレスとし
て指示する空きアドレス管理手段と履歴情報が格納され
たメモリのアドレスを格納順に記憶するＬＲＵ手段とを
設け、新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手
段からアドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手
段より最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求
め、該アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納
すると共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新し、又、空き
アドレス管理手段からアドレスが指示されている場合に
は、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情報を
格納すると共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新するよう
に構成したから、従来のように参照されて空きになった
ブロック（空きブロック）を詰める処理を実行しなくて
も最新のＮ個の事象の履歴情報を常に履歴情報メモリに
保持することができる。
【００４２】又、本発明によれば、履歴情報が参照され
た場合、参照された履歴情報が格納されているｎ個のア
ドレスを参照順に空きアドレス管理手段とＬＲＵ手段に
入力すると共に、次の検索対象の履歴情報数をｎ個とし
て保持し、新たな事象がｎ個発生した場合には、以後新
たな事象が発生する毎に検索対象数ｎをカウントアップ
し（ｎ＋１→ｎ）、所定の履歴情報検索時、履歴情報メ
モリに記憶されている最新のｎ個の履歴情報のアドレス
をＬＲＵ手段より求め、該アドレスに記憶されているｎ
個の履歴情報より所定の条件を満足する履歴情報を検
索、参照するようにしたから、全履歴情報を参照しなく
ても所望の履歴情報を短時間で検索することができる。
更に、本発明によれば、履歴情報格納処理や履歴情報検
索処理の時間を減少することができ、全体のスループッ
トを向上することができる。
た場合、参照された履歴情報が格納されているｎ個のア
ドレスを参照順に空きアドレス管理手段とＬＲＵ手段に
入力すると共に、次の検索対象の履歴情報数をｎ個とし
て保持し、新たな事象がｎ個発生した場合には、以後新
たな事象が発生する毎に検索対象数ｎをカウントアップ
し（ｎ＋１→ｎ）、所定の履歴情報検索時、履歴情報メ
モリに記憶されている最新のｎ個の履歴情報のアドレス
をＬＲＵ手段より求め、該アドレスに記憶されているｎ
個の履歴情報より所定の条件を満足する履歴情報を検
索、参照するようにしたから、全履歴情報を参照しなく
ても所望の履歴情報を短時間で検索することができる。
更に、本発明によれば、履歴情報格納処理や履歴情報検
索処理の時間を減少することができ、全体のスループッ
トを向上することができる。
【図１】本発明の原理説明図である。
【図２】本発明の履歴情報格納処理の説明図（その１）
である。
である。
【図３】本発明の履歴情報格納処理の説明図（その２）
である。
である。
【図４】本発明の履歴情報検索処理の説明図（その１）
である。
である。
【図５】本発明の履歴情報検索処理の説明図（その２）
である。
である。
【図６】本発明に係る警報監視装置の構成図である。
【図７】メモリマップ説明図である。
【図８】ＬＲＵ回路の構成説明図である。
【図９】ＬＲＵ回路の動作説明図である。
【図１０】本発明の情報検索処理を実現するためのＬＲ
Ｕ周辺構成図である。
Ｕ周辺構成図である。
【図１１】ＣＰＵの履歴情報格納処理のフロー図であ
る。
る。
【図１２】ＣＰＵの情報検索処理のフロー図である。
【図１３】セルラー式移動電話システムの説明図であ
る。
る。
【図１４】メモリに記憶される履歴情報説明図である。
【図１５】従来のメモリ管理の説明図（その１）であ
る。
る。
【図１６】従来のメモリ管理の説明図（その２）であ
る。
る。
１０・・履歴情報メモリ ２０・・ＦＩＦＯ(First in First out)メモリ等の空き
アドレス管理手段 ３０・・ＬＲＵ（Least Recently Used)手段 ４０・・制御部
アドレス管理手段 ３０・・ＬＲＵ（Least Recently Used)手段 ４０・・制御部
Claims (6)
- 【請求項１】 発生した事象の履歴情報を所定サイズの
メモリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最も
古い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生し
た事象の履歴情報を格納すると共に、履歴情報が参照さ
れて不要になった場合には、該参照された履歴情報が記
憶されているアドレスを空きアドレスとみなして該アド
レスに新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ
管理装置において、 前記参照された履歴情報が格納されているアドレスを参
照順に書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読み出
し、読み出したアドレスを新たに発生した事象の履歴情
報記憶アドレスとして指示する空きアドレス管理手段
と、 履歴情報がメモリの所定アドレスに格納される毎に該ア
ドレスを入力されて順番に記憶すると共に、既に記憶し
てあるアドレスと同一のアドレスが入力された場合に
は、既アドレスを削除し入力アドレスを最新のアドレス
として記憶するＬＲＵ手段と、 新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手段から
アドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手段より
最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求め、該
アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納し、空
きアドレス管理手段からアドレスが指示されている場合
には、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情報
を格納する制御部を有するメモリ管理管理装置。 - 【請求項２】 前記空きアドレス管理手段は、アドレス
を参照順に書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読
み出し、読み出したアドレスを新たに発生した事象の履
歴情報記憶アドレスとして指示するＦＩＦＯ（ファース
トイン・ファーストアウト）メモリ手段である請求項１
記載のメモリ管理装置。 - 【請求項３】 発生した事象の履歴情報を所定サイズの
メモリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最も
古い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生し
た事象の履歴情報を格納すると共に、履歴情報が参照さ
れて不要になった場合には、該参照された履歴情報が記
憶されているアドレスを空きアドレスとみなして該アド
レスに新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ
管理装置において、 履歴情報が参照された場合、参照された履歴情報が格納
されているアドレスを参照順に書き込むと共に該アドレ
スを書き込み順に読み出し、読み出したアドレスを新た
に発生した事象の履歴情報記憶アドレスとして指示する
空きアドレス管理手段と、 履歴情報がメモリの所定アドレスに格納される毎に該ア
ドレスを入力されて順番に記憶すると共に、既に記憶し
てあるアドレスと同一のアドレスが入力された場合に
は、既アドレスを削除し入力アドレスを最新のアドレス
として記憶するＬＲＵ手段と、 新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手段から
アドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手段より
最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求め、該
アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納し、空
きアドレス管理手段からアドレスが指示されている場合
には、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情報
を格納する制御部と、 履歴情報が参照された場合、参照された履歴情報が格納
されているｎ個のアドレスを参照順に空きアドレス管理
手段とＬＲＵ手段に入力すると共に、次の検索対象の履
歴情報数を最新のｎ個として保持し、新たな事象がｎ個
発生した場合には、以後新たな事象が発生する毎に検索
対象数ｎをカウントアップする検索対象数監視手段と、 メモリに記憶されている最新のｎ個の履歴情報のアドレ
スをＬＲＵ手段より求め、該ｎ個の履歴情報より所定の
条件を満足する履歴情報を検索、参照する検索・参照手
段、を有するメモリ管理管理装置。 - 【請求項４】 前記空きアドレス管理手段は、アドレス
を参照順に書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読
み出し、該読み出したアドレスを新たに発生した事象の
履歴情報記憶アドレスとして指示するＦＩＦＯ（ファー
ストイン・ファーストアウト）メモリ手段である請求項
１記載のメモリ管理装置。 - 【請求項５】 発生した事象の履歴情報を所定サイズの
メモリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最も
古い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生し
た事象の履歴情報を格納すると共に、履歴情報が参照さ
れて不要になった場合には、該参照された履歴情報が記
憶されているアドレスを空きアドレスとみなして該アド
レスに新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ
管理方法において、 前記参照された履歴情報が格納されているアドレスを参
照順に書き込むと共に該アドレスを書き込み順に読み出
し、読み出したアドレスを新たに発生した事象の履歴情
報記憶アドレスとして指示する空きアドレス管理手段と
履歴情報が格納されたメモリのアドレスを格納順に記憶
するＬＲＵ手段とを設け、 新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手段から
アドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手段より
最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求め、 該アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納する
と共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新し、 空きアドレス管理手段からアドレスが指示されている場
合には、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情
報を格納すると共に、ＬＲＵ手段の記憶内容を更新する
メモリ管理方法。 - 【請求項６】発生した事象の履歴情報を所定サイズのメ
モリに順次記憶し、メモリが満杯になったときは最も古
い履歴情報が記憶されているアドレスに新たに発生した
事象の履歴情報を格納すると共に、履歴情報が参照され
て不要になった場合には、該参照された履歴情報が記憶
されているアドレスを空きアドレスとみなして該アドレ
スに新たに発生した事象の履歴情報を格納するメモリ管
理方法において、 履歴情報が参照された場合、参照された履歴情報が格納
されているアドレスを参照順に書き込むと共に、該アド
レスを書き込み順に読み出し、読み出したアドレスを新
たに発生した事象の履歴情報記憶アドレスとして指示す
る空きアドレス管理手段と、履歴情報がメモリの所定ア
ドレスに格納される毎に該アドレスを入力されて順番に
記憶すると共に、既に記憶してあるアドレスと同一のア
ドレスが入力された場合には、既アドレスを削除し入力
アドレスを最新のアドレスとして記憶するＬＲＵ手段を
設け、 新たな事象が発生したとき、空きアドレス管理手段から
アドレスが指示されていない場合には、ＬＲＵ手段より
最も古い履歴情報が格納されているアドレスを求め、該
アドレスに新たに発生した事象の履歴情報を格納し、空
きアドレス管理手段からアドレスが指示されている場合
には、該アドレスに前記新たに発生した事象の履歴情報
を格納し、 履歴情報が参照された場合、参照された履歴情報が格納
されているｎ個のアドレスを参照順に空きアドレス管理
手段とＬＲＵ手段に入力すると共に、次の検索対象の履
歴情報数をｎ個として保持し、新たな事象がｎ個発生し
た場合には、以後新たな事象が発生する毎に検索対象数
ｎをカウントアップし、 検索時、メモリに記憶されている最新のｎ個の履歴情報
のアドレスをＬＲＵ手段より求め、該アドレスに記憶さ
れているｎ個の履歴情報より所定の条件を満足する履歴
情報を検索、参照するメモリ管理方法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6001209A JPH07210450A (ja) | 1994-01-11 | 1994-01-11 | メモリ管理方法及びそのための装置 |
| US08/279,857 US5588136A (en) | 1994-01-11 | 1994-07-26 | Memory control method and apparatus therefor |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6001209A JPH07210450A (ja) | 1994-01-11 | 1994-01-11 | メモリ管理方法及びそのための装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07210450A true JPH07210450A (ja) | 1995-08-11 |
Family
ID=11495083
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6001209A Withdrawn JPH07210450A (ja) | 1994-01-11 | 1994-01-11 | メモリ管理方法及びそのための装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5588136A (ja) |
| JP (1) | JPH07210450A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2001290839A (ja) * | 2000-04-10 | 2001-10-19 | Denso Corp | 携帯電話機 |
| KR100331351B1 (ko) * | 1995-08-22 | 2002-06-20 | 파트릭 제이. 바렛트 | 이진입력데이터스트림압축방법 |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7155062B1 (en) | 1999-11-17 | 2006-12-26 | Genicom Corp. | System and method for performing pattern matching image compression |
| GB0302602D0 (en) * | 2003-02-04 | 2003-03-12 | Young Arthur P | Equipment and methods for real time application |
| US7524103B2 (en) | 2003-11-18 | 2009-04-28 | Boston Scientific Scimed, Inc. | Apparatus for mixing and dispensing a multi-component bone cement |
| US8038682B2 (en) | 2004-08-17 | 2011-10-18 | Boston Scientific Scimed, Inc. | Apparatus and methods for delivering compounds into vertebrae for vertebroplasty |
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| US8788758B1 (en) * | 2008-11-04 | 2014-07-22 | Violin Memory Inc | Least profitability used caching scheme |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4783735A (en) * | 1985-12-19 | 1988-11-08 | Honeywell Bull Inc. | Least recently used replacement level generating apparatus |
| US4910731A (en) * | 1987-07-15 | 1990-03-20 | Hitachi, Ltd. | Switching system and method of construction thereof |
| US5142663A (en) * | 1990-02-23 | 1992-08-25 | International Business Machines Corporation | Method for memory management within a document history log in a data processing system |
-
1994
- 1994-01-11 JP JP6001209A patent/JPH07210450A/ja not_active Withdrawn
- 1994-07-26 US US08/279,857 patent/US5588136A/en not_active Expired - Fee Related
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100331351B1 (ko) * | 1995-08-22 | 2002-06-20 | 파트릭 제이. 바렛트 | 이진입력데이터스트림압축방법 |
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5588136A (en) | 1996-12-24 |
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
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