JPH10320298A - メモリ障害時におけるグループ入れ替え方式 - Google Patents
メモリ障害時におけるグループ入れ替え方式Info
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- JPH10320298A JPH10320298A JP9143549A JP14354997A JPH10320298A JP H10320298 A JPH10320298 A JP H10320298A JP 9143549 A JP9143549 A JP 9143549A JP 14354997 A JP14354997 A JP 14354997A JP H10320298 A JPH10320298 A JP H10320298A
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Abstract
おいて、カーネルの常駐領域でメモリ障害発生時に多容
量のメモリを失うことなく障害回避させる方法の提供。 【解決手段】異容量バンク間のインタリーブ方式と障害
回避のため障害を含むページのみを切り離すページ閉塞
を採用する情報処理システムの記憶装置において、障害
を検出する機能と、記憶装置内の障害かどうか判別する
手段と、検出した箇所がカーネルの常駐領域かどうか判
別する手段と、カーネル領域障害時、カーネル領域が含
まれるインタリーブグループとそれ以外のインタリーブ
グループとを入れ替えるための演算手段と、前記グルー
プ入れ替え用演算結果を出力する手段と、を含む。
Description
めとする半導体記憶装置のインタリーブ方式に関し、特
に、メモリ障害時の回避方式に関する。
ュータの記憶装置には、アクセスを高速化するために、
並列アクセス可能なメモリ(バンク)を設け、そのバン
クに対して排他的にアドレスを付与するインタリーブ方
式が多く採用されてきた。しかし、通常、ユーザは記憶
容量を増設することが多く、様々なメモリモジュールの
組合せに対して矛盾なくアドレスを付与する必要があ
る。
ールの組合せに対して矛盾なくアドレスを付与すること
はできるが、実装されるモジュールの容量の組み合わせ
に制約があったり、インタリーブウェイ数が小さくなっ
たり、実現が容易でなくオーバヘッドがでるなど性能の
低下は免れなかった。
9826の特許出願『異容量バンク間のインタリーブ方
式』(本願出願時未公開)が提案されている。この異容
量バンク間のインタリーブ方式は、実現可能なハードウ
ェア量および複雑さの制約のもとで、実装されるモジュ
ールの容量の組み合わせに一切制約を設けず、大きなイ
ンタリーブウェイ数を実現する方法を提供することがで
きる。
障害発生時の障害回避のために様々な方法が提案されて
いる。例えば特開平1−156852号公報において
は、障害を起こしたメモリバンクをインタリーブからは
ずしインタリーブのウェイ数を少なくする方法が提案さ
れている。
テーブルを採用し、障害を起こしたメモリのサブバンク
を切り離すことができインタリーブを損なうことがない
ようにバンクおよびモジュール番号を振り直し、メモリ
モジュールを再構成する方法が提案されている。
(オペレーティングシステム)を正常動作させるため、
物理アドレスの0番地から一定の連続空間をエラーフリ
ーで確保する必要がある。
の特許出願では、通常、メモリが障害を起こした場合、
障害部分を含むページのみを切り離すページ閉塞を採用
し障害回避を行うが、カーネルの常駐領域ではエラーフ
リー空間確保のためページ閉塞できない。そのため障害
を含むメモリモジュール全部を切り離すしかなく、著し
い性能低下になる。
に、特開平1−156852号公報記載の方式を採用し
ても、バンクが切り離されたうえ、インタリーブウェイ
数も少なくなる。また特公昭61−22332号公報記
載の方式を採用しても、サブバンクが切り離されたう
え、変換テーブルを参照するためアクセススピードが低
下する。どちらの方法も性能低下は免れられない。
て、カーネルの常駐領域でメモリ障害発生時に多容量の
メモリを失うことなく障害回避させる方法またはページ
閉塞を採用する方法はいまだ開示されていない。
てなされたものであって、その目的は、メモリ障害時に
おけるグループ入れ替え方式において、カーネルの常駐
領域でメモリ障害発生時に多容量のメモリを失うことな
く障害回避させる方法を提供することにある。
め、本発明は、異容量バンク間のインタリーブ方式と障
害回避のため障害を含むページのみを切り離すページ閉
塞を採用する情報処理システムの記憶装置において、障
害を検出する機能と、記憶装置内の障害かどうか判別す
る手段と、検出した箇所がカーネルの常駐領域かどうか
判別する手段と、カーネル領域障害時カーネル領域が含
まれるインタリーブグループとそれ以外のインタリーブ
グループとを入れ替えるための演算手段と、上記グルー
プ入れ替え用演算結果を出力する手段と、を含む。
ンク切り離し後の性能分析手段と、性能分析用ルックア
ップテーブルを含む。
いて説明する。本発明の実施の形態に係るメモリ障害時
におけるグループ入れ替え方式は、異なる容量の複数の
バンクにまたがってインタリーブグループを構成する特
願平9−109826『異容量バンク間のインタリーブ
方式』、およびページ閉塞を採用するメモシステムにお
いて、カーネルの常駐領域でメモリ障害発生時に、障害
を含むインタリーブグループをエラーフリーなインタリ
ーブグループと入れ替えることによって、障害部分をカ
ーネル常駐領域から逃がす。入れ替え後にエラーを含む
ページにページ閉塞を行う。上記を行うことによってエ
ラーを含むメモリモジュール全体を切り離す必要がな
く、急激な性能低下を阻止することができる。
成に応じグループ入れ替え後の性能とメモリモジュール
切り離し後の性能を分析した結果を考慮し予め作られた
ルックアップテーブルを用いて、グループ入れ替えを行
うか、メモリモジュール切り離しを行うかを決定するこ
とにより性能低下度の低い方を選択することができる。
て説明する。
量バンク間のインタリーブ方式を説明する図である。図
1は、8個のメモリモジュール(バンク)からなる記憶
装置の構成を表すもので、横方向に8個のバンクのスロ
ット、高さ方向に各バンクの容量を示す。図1に示した
例では、バンクスロット0と1に容量4のバンク、バン
クスロット2と3に容量2、バンクスロット4〜7に容
量1のバンクがそれぞれ実装されている状態を表してい
る。サブバンクは、容量1のメモリブロックのことをい
い、メモリモジュールはサブバンク容量の公約数容量を
持つ。なお、実際のサブバンクの容量には制限はない
が、説明便宜上容量の単位を1メガバイト(MB)とす
る。
分かれており、インタリーブグループ0には、サブバン
ク番号0からサブバンク7までの8MB分、インタリー
ブグループ1には、サブバンク8から11までの4MB
分、以下同様の手順を繰り返し、グループ番号の順に、
サブバンク0から連続するアドレスを割り振る。この結
果、サブバンク0から8MB分のアドレス領域のインタ
リーブウェイ数が最大の8ウェイ、つづく4MBが4ウ
ェイ、残りの4MBが2ウェイずつとなることがわか
る。
た場合を、図2を参照して説明する。グループ0、サブ
バンク0〜7はカーネルが常駐するので、エラーフリー
空間でなければならない。
生すると、ページ閉塞では、エラーフリー空間を提供で
きないので、図2に示すように、バンク1全体を切り離
さなければならない。この場合、4MB分のメモリが切
り離されることになり、性能が急激に低下する。
れ替え方式で、グループ0とグループ1を入れ替え後の
構成を示す。障害発生部であるサブバンクを含む前のグ
ループ0は、前グループ1と入れ替えられ、前グループ
0が新グループ1に、前グループ1が新グループ0にな
る。
ループ0に移される。障害を含む新グループ1のサブバ
ンク1では障害部分をページ閉塞する。通常、ページ
は、サブバンクに比べると非常に小さく、ページのみの
切り離しでは性能低下はほぼない。
図面を参照して説明する。
量バンク間のインタリーブ方式の回路構成を示す図であ
る。その機能、動作を順を追って説明する。
ドレスがセットされると、その出力はインタリーブ論理
4−2へ送られる。インタリーブ論理4−2には、各グ
ループの開始アドレスとサブバンク数がパラメータとし
て与えられる。ここであたえられる開始アドレスは、グ
ループ入れ替え後の各インタリーブグループの最初のサ
ブバンク番号、サブバンク数は新グループに属するサブ
バンク数で、ソフトウェア演算の結果をそれぞれ与え
る。
のみであり、サブバンク数が決まると当該グループのメ
モリ容量は決まる。開始アドレスの割当てにあたって
は、図3のグループ入れ替え後のグループ0のサブバン
ク開始アドレスを8とし、以下グループ9→10→11
の順にアドレスの隙間や重なりがないように行われるも
のとする。設定はソフトウェアまたはハードウェアによ
り立上げ時や構成変更時に行われる。
されたメモリアドレスを受け取ると、これを各インタリ
ーブグループに割り当てられたアドレス範囲と比較して
グループ番号を決定し、さらにグループ内のどのサブバ
ンクにあたるかを計算して、起動すべきバンク番号とバ
ンク内アドレスとを出力する。インタリーブ論理の詳細
については特願平9−109826の記載が参照され
る。この特願平9−109826にはインタリーブ論理
の構成が詳説されている。
番号は、図3で説明した論理バンク番号であり、実際に
バンクをアクセスするに当たっては、実装位置に対応し
た物理バンク番号に変換する必要がある。このためのバ
ンク番号変換テーブルを4−3に示す。このバンク番号
変換テーブル4−3の出力が実際にアクセスされる物理
バンクを示し、そのバンクに対してタイミング信号など
の各種制御信号が送出されアクセスが実行される。
択された物理バンク番号の用途としてはバンク間で読み
出しデータを選択する選択信号のみを表現しているが、
実際にはアドレスストローブ信号などバンクに対するい
ろいろな制御信号や図4の範囲に含まれないバンクビジ
ー管理など、個別バンクに対応した論理への入力信号と
して広く分配されるべきものである。
るわけではなく、グループ入れ替え後とバンク切り離し
後の性能を分析しその結果によって対応する手段を採用
することもできる。
か分析する動作を含む障害検出からのフローチャートで
あり、その判断行程を図を追って説明する。
ると、その障害がどのような障害であるか検索する(ス
テップ501)。
501)、メモリ以外の障害と判断された場合、他の方
式によってハードウェアまたはソフトウェアで何らかの
対処がなされる(ステップ503)。
ブブロックアドレスを検索する(ステップ504)。
分析し(ステップ505)、カーネル領域以外ならペー
ジ閉塞が行われる(ステップ506)。
クアドレスのほか、検索されるインタリーブ構成に必要
な情報と、性能分析ルックアップテーブル508をもと
に、グループ入れ替えが行われるかどうか決定される
(ステップ509)。
ば、グループ入れ替え用データを演算し(ステップ51
0)、グループ入れ替えを出力する(ステップ51
1)。もし性能分析ルックアップテーブルの結果、グル
ープ入れ替えが行われないのであれば、バンク切り離し
用演算が行われ(ステップ512)、バンク切り離しが
出力される(ステップ513)。
カーネル常駐領域で発生したメモリ障害の回避方法とし
て、グループ入れ代えを行い障害部分をエラーフリー空
間から逃れさせ、ページ閉塞を行う方法と、メモリモジ
ュール切り離しを行う方法と、のどちらか性能低下が小
さい方法を選択することができるため、異容量バンク間
のインタリーブ方式を採用した高性能な記憶装置を実現
することができる。
示す図である。
しを示す図である。
え方式を示す図である。
ーブ方式の構成を示す図である。
作を説明するための図である。
Claims (2)
- 【請求項1】異容量バンク間のインタリーブ方式と障害
回避のため障害を含むページのみを切り離すページ閉塞
を採用する情報処理システムの記憶装置において、 障害を検出する機能と、 記憶装置内の障害かどうか判別する手段と、 検出した箇所がカーネルの常駐領域かどうか判別する手
段と、 カーネル領域障害時、カーネル領域が含まれるインタリ
ーブグループとそれ以外のインタリーブグループとを入
れ替えるための演算手段と、 上記グループ入れ替え用演算結果を出力する手段と、 を含むことを特徴とするメモリ障害時におけるグループ
入れ替え方式。 - 【請求項2】異容量バンク間のインタリーブ方式と障害
回避のため障害を含むページのみ切り離すページ閉塞を
採用する情報処理システムの記憶装置において、 障害を検出する機能と、 記憶装置内の障害かどうか判別する手段と、 検出した箇所がカーネルの常駐領域かどうか判別する手
段と、 カーネル領域障害時カーネル領域が含まれるインタリー
ブグループとそれ以外のインタリーブグループとを入れ
替えるための演算手段と、 上記グループ入れ替え用演算結果を出力する手段と、 グループ入れ替え後とバンク切り離し後の性能分析手段
と、 性能分析用ルックアップテーブルと、 を含むことを特徴とするメモリ障害時におけるグループ
入れ替え方式。
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