JPS58128096A - Memory clear system - Google Patents
Memory clear systemInfo
- Publication number
- JPS58128096A JPS58128096A JP56205603A JP20560381A JPS58128096A JP S58128096 A JPS58128096 A JP S58128096A JP 56205603 A JP56205603 A JP 56205603A JP 20560381 A JP20560381 A JP 20560381A JP S58128096 A JPS58128096 A JP S58128096A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
Description
【発明の詳細な説明】
(1)発明の技術分野
本発明は、大容量のメモリにおけるー@!″換時の効果
的なりリア方式に関する。DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION (1) Technical field of the invention The present invention relates to a large-capacity memory. ``Regarding an effective rear method when changing.
(2)技術の背景
メモリの読出しデータにエラーがあれば再書込みを試み
るが、それでもエラーの場合は八−ド障害であるからメ
モリを交換する他はない、メモリ交換を行ったメモリ部
分のパリティの正誤は保証のlaりでない(一般的には
50−の確率でパリティエラー)がプログラムt−四一
ディングし九りすればパリティエラーは自動的になくな
る。しかし、プログラムのロード対象とならないま九随
w#Oデータ書込みの対象ともならない保存データ用ワ
ークエリアは交換時点の1まであるから、パリティエラ
ーが発生している。このワークエリアtそのままにして
マイクロプロセ、す(MPU)が動作を開始すると核ワ
ークエリアに対する貌出し時にパリティエラーが検出さ
れ、システムダウンとなる。これを避けるために交換し
たメモリに対、してはメモリクリアを行なう。(2) Background of the technology If there is an error in the read data of the memory, rewriting will be attempted, but if the error still occurs, it is an 8-card failure and there is no other choice but to replace the memory.The parity of the memory part where the memory was replaced There is no guarantee that this is correct (in general, there is a probability of a parity error of 50-50), but if you run the program t-41, the parity error will automatically disappear. However, a parity error occurs because the work area for saved data, which is not a target for program loading and is not a target for data writing, is up to 1 at the time of exchange. If the microprocessor (MPU) starts operating with this work area t as it is, a parity error will be detected when the core work area is exposed, and the system will go down. To avoid this, clear the memory of the replaced memory.
ところで、主記憶が大容量になると皺主記憶は複数のメ
モリチップ(1集a回路)mi!IF@したメモリステ
ージ(バンクとも呼ばれる)の複数個からなるという構
成をと9、交換はメモリステージ単位ま交はメモリチッ
プ単位で行なわれる。こ\ではこの交換単位をメモリブ
ロックとめう。数値例を挙げると1メモリステージが1
28KBの場合メモリグ口、りは8KBである。By the way, when the main memory becomes large in capacity, the main memory becomes composed of multiple memory chips (one set of a circuit) mi! Assuming a structure consisting of a plurality of IF@ memory stages (also called banks), exchange is performed in units of memory stages or in units of memory chips. In this case, we will refer to this exchange unit as a memory block. To give a numerical example, 1 memory stage is 1
In the case of 28KB, the memory size is 8KB.
(3)従来技術と問題点
このような大容量メモリの交換時のクリアは交換さn7
’(メモリプロ、りだけt対象とすることが望ましい。(3) Conventional technology and problems When replacing such a large capacity memory, clearing is not required when replacing n7
(It is desirable to target only memory processors.
メモリ空間の全て全クリア対象にすると時間がか\る上
、メモリ交換されなかったメモリブロックの保存データ
などはそのまま保存しておきたいという要求があるから
である。しかし、メモリ交換時にそれt−cPUへ通知
してメモリクリヤを行なわせるプログラムは読出し専用
メモリ(ROM)に格納されたベーシックなものしかな
く、しかも従来は単にメモリ空間全て全クリア対象とす
るという簡単なものであるから、上記要望に応えること
はできない。This is because it takes time to completely clear the entire memory space, and there is a desire to preserve data stored in memory blocks that have not been replaced. However, the only program that notifies the t-cPU to clear the memory when memory is replaced is a basic program stored in read-only memory (ROM), and conventionally it was simple to simply clear the entire memory space. Therefore, it is not possible to meet the above request.
(4発明の目的
不発1JINは、上述したROM内のメモリクリヤ用プ
ログラムを複雑化することなく、シかも実質的に交換さ
れたメモリプロ、りだけを迅速にクリア可能としようと
するものである。(4) Purpose of the Invention 1JIN is an attempt to make it possible to quickly clear only the memory program that has been substantially replaced without complicating the above-mentioned memory clearing program in the ROM. .
(9発明の構成
本発明は、交換可能な単位としてのメモリプロ、りt複
数組備え、且つアドレス空間には非実装メモリのアドレ
ス領域も含まれる大容量メモリのクリア方式において、
メモリ変換時には全てのメモリに対するパリティチ、、
りを〕1次行ない、そしてパリティエラーが検出される
と当該メモリアドレスが属するメモリブロック全体をク
リアし、読攻9データがない時は当該メモリアドレスが
属するメモリブロックの全アドレスを飛ばして次のメモ
リブロックのアドレスのパリティチェックをすることを
特徴とするものである。(9) Structure of the Invention The present invention provides a clearing method for a large-capacity memory that includes a plurality of sets of memory processors and memory processors as replaceable units, and in which the address space also includes the address area of non-implemented memory.
When converting memory, parity check for all memories,
If a parity error is detected, the entire memory block to which the memory address belongs is cleared, and if there is no read attack 9 data, all addresses in the memory block to which the memory address belongs are skipped and the next one is executed. It is characterized by checking the parity of memory block addresses.
(6)発明の実施例
以下、図示実施例を参照しながら本発明鵞l#穎に説明
する。1IE1図は大容量メモリを主記憶とする処理装
置のプロ、り図で、MPUはマイクロプロセ、す、FL
PHローダとしてのフロッピィディスク、8TO−11
Tmは主記憶M8に一構成するメモリステージ、BLe
−BLnは各メモリステージを構成するメモリプロ、ツ
タ本例ではメモリチップである。1メモリプロ、りBL
i(1=o〜m)の容量は例えば4 KW(Wはワード
で、こ\では1ワードは2バイト)で、1メモリステー
ジ8Tj (j=0〜m )には最大64KW分実装さ
れる。ステージ数mは例えば16で全体としてMWオー
ダの主記憶MSt構成する。但し、各ステージのプロ、
りは必ずしも全て実装されるとは限らず、システム°の
機能の一部が取外されている例えば自動入出金装置であ
るが出金機能のみで入金機能は未装着などの場合は当該
入金機能に4えるメモリブロックは実装されない。ステ
ージ8T1に破線で示す領域ム8がこのような未実装領
域である。アドレス空間で考えると64にメモリのアド
レス/a0000〜FFFFなる16過4ビ、トで表わ
され、4にのメモリプロ、りのアドレス空間はその1/
161:占めるから、該1/16の整数倍の空い友アド
レス空間があることKなる。(6) Embodiments of the Invention The present invention will be explained below with reference to illustrated embodiments. Figure 1IE1 is a professional diagram of a processing unit that uses large-capacity memory as its main memory, and MPU is a microprocessor.
Floppy disk as PH loader, 8TO-11
Tm is a memory stage included in the main memory M8, BLe
-BLn is a memory processor, which constitutes each memory stage; in this example, it is a memory chip. 1 Memory Pro, RiBL
The capacity of i (1=o~m) is, for example, 4KW (W is a word, here 1 word is 2 bytes), and a maximum of 64KW is implemented in one memory stage 8Tj (j=0~m). . The number of stages m is, for example, 16, which constitutes the main memory MSt of MW order as a whole. However, professionals at each stage,
However, not all functions are necessarily implemented, and some functions of the system have been removed. For example, if an automatic deposit/withdrawal device has only a withdrawal function but no deposit function, the relevant deposit function may be removed. Additional memory blocks are not implemented. An area 8 indicated by a broken line on the stage 8T1 is such an unmounted area. Considering the address space, 64 is the memory address /a0000~FFFF, which is represented by 16 over 4 bits, and the memory address space is 4, and the address space is 1/a0000 to FFFF.
161: occupies K, so there is a free friend address space that is an integral multiple of 1/16.
第2図は本発明の一実施例を示す70−チャートである
。以下この図を参照しながらメモリ交換時のクリア動作
’を説明する。jlI図でステージsT監のプロ、りB
LIが変換され九とする。メモリクリアはステージ8T
・のプロ、りBLeに対する読出しから開始する。読出
しには2つの意味がある。1つはメモリプロ、りBi2
が実装されているか否かの判断に用いられる。つまlj
MPUはステーシムDR(アドレス)カウンタとプロ、
りムDRカウンタの値を共に:初期値に戻し、そこから
単純にカウントアツプするだけなので、そのままではプ
ロ、りBL・が実装されていなくともそのブロック内の
データを全て読出す時間を費やす。そこで先ずプロ、り
BL、が実装されているか否かt判断する。実装されて
いればそのプロ、り−BL・のデータを読出しパリティ
チェ、りをする。そしてブロック内に全くパリティエラ
ーがなければブロックムDRをアップし、次のプロ、り
BL1’i絖出す。FIG. 2 is a 70-chart showing one embodiment of the present invention. The clearing operation at the time of memory replacement will be explained below with reference to this figure. In the jlI diagram, stage sT director's professional, RiB
LI is converted to 9. Memory clear is stage 8T
・Start with reading from the professional BLe. Reading has two meanings. One is Memory Pro, RiBi2
It is used to determine whether or not it is implemented. Tsuma lj
The MPU is a station DR (address) counter and a pro.
Since the value of the RAM DR counter is returned to the initial value and simply counted up from there, it takes time to read out all the data in the block even if the PRO or BL is not installed. Therefore, first, it is determined whether or not Pro BL is implemented. If it is installed, the program reads the data of the RI-BL and performs a parity check. If there is no parity error in the block, the block DR is uploaded and the next block BL1'i is started.
これもプロ、りBL・と同様に行なう。これ全プロ、り
BLnまで繰り返し、ステージ8T・の全プロ。This is also done in the same way as for Pro and BL. This is repeated for all pros, until BLn, and for all pros at stage 8T.
りにパリティエラーがなければ(ブロックWND )、
ステージADRt−ア、プレ次のステージSTlにつめ
て同様の石塊を行なう。ステージST、ではブロックB
LIを交換したのでそこではパリティモラーが検出され
る(確率的には50囁がハリティエラーを生じているは
ず)。この場合だけメモリクリアを行なう。このクリア
は必ずしもオール0の書込みには限らず、何らかのデー
タを書込めばよく、データ書込みで付属回路が作動し、
バリティピ。If there is no parity error (block WND),
Stage ADRt-a, pre-The same stone massing is performed in the next stage STl. Stage ST, block B
Since the LI was replaced, a parity error is detected there (probably 50 whispers should have caused a parity error). Clear the memory only in this case. This clearing is not necessarily limited to writing all 0s, it is sufficient to write some data, and the attached circuit is activated by writing data.
Balitipi.
トを付加するのでパリティはOKとなる。The parity is OK because the bits are added.
その後もメモリリード、パリティチェックをブロック単
位で繰り返すが、ステージ8Tlのように未実装領域A
Rがあるときは、アクセスしてもデータは何も得られな
いからこれで未実装であることが分り、このとIt!ブ
ロックムDRt−+1するだけで当該ブロックの全アド
レスに対する続出し、ハリティチェ、りは省略する。そ
して、最後にステージSTmの最終プロ、りBLnまで
到達したら処理全終了する。After that, memory read and parity check are repeated block by block, but unimplemented area A like stage 8Tl
When R exists, no data is obtained even if it is accessed, so we know that it is unimplemented. By simply adding block DRt-+1, the continuation and haritice for all addresses of the block are omitted. Finally, when the final step of stage STm, BLn, is reached, the entire process ends.
(7)発明の効果
以上述べたように本発明によれば、パリティエラーの検
出され几メモリプロ、りだけtクリアし、読出しの九め
のアクセスをしても読出しデータが得られないプロ、り
はとばして次のブロックへアクセスするので、メモリ交
換時のクリア退場時間が短縮され、しかも非交換のプロ
、り内のデータ全消去する心配がない。なお本発明方式
では非交換プロ、りでもパリティエラーが検出されると
該プロ、りはクリヤされることになるが、正常なら非交
換プロ、りにパリティエラーはないものである。これが
あるということは欠陥プロ、りで6って、クリヤ、再四
−ドが必要である。(7) Effects of the Invention As described above, according to the present invention, if a parity error is detected and the memory processor clears the memory and no read data is obtained even after the ninth read access, Since the transfer is skipped and the next block is accessed, the clear exit time when exchanging memory is shortened, and there is no need to worry about erasing all the data in the memory. In the method of the present invention, if a parity error is detected even in a non-switching program, the program is cleared, but if it is normal, there is no parity error in the non-switching program. If this is the case, it is necessary to clear the defective program, clear it, and re-load it.
第1図は大容量メモリの1!#4図、第2図は本発明の
一実施例を示すジローチャートである。
図中、MSは主記憶、s’ro〜5Trthはメモリス
テージ、BL・〜BLnはメモリプロ、りである。
出願人 富士通株式会社Figure 1 shows 1! of large capacity memory! FIG. #4 and FIG. 2 are Jiro charts showing one embodiment of the present invention. In the figure, MS is a main memory, s'ro to 5Trth are memory stages, and BL to BLn are memory processors. Applicant Fujitsu Limited
Claims (1)
且つアドレス空間には非実装メモリのアドレス領域も含
まれる大容量メモリのクリア方式において、メモリ変換
時には全てのメモリに対するパリティチェ、り’is次
行ない、そしてパリティエラーが検出されると、当該メ
モリアドレスが属するメモリプロ、り全体をクリアし、
貌NILりデータがない時は当該メモリアドレスが属す
るメモリプロ、りの全アドレス金飛ばして次のメモリプ
ロ、りのアドレスのパリティチェックtすることを特徴
とするメモリのクリア方式。Equipped with multiple sets of memory blocks as replaceable units,
In addition, in the clearing method for large-capacity memory where the address space includes the address area of non-implemented memory, when converting the memory, a parity check is performed on all memories, and if a parity error is detected, the corresponding memory address is Clear the entire Memory Pro to which it belongs,
This memory clearing method is characterized in that when there is no NIL data, all addresses in the memory processor to which the concerned memory address belongs are skipped, and a parity check is performed on the address in the next memory processor.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP56205603A JPS58128096A (en) | 1981-12-19 | 1981-12-19 | Memory clear system |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP56205603A JPS58128096A (en) | 1981-12-19 | 1981-12-19 | Memory clear system |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS58128096A true JPS58128096A (en) | 1983-07-30 |
JPS6130305B2 JPS6130305B2 (en) | 1986-07-12 |
Family
ID=16509596
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP56205603A Granted JPS58128096A (en) | 1981-12-19 | 1981-12-19 | Memory clear system |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS58128096A (en) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6448190A (en) * | 1987-08-19 | 1989-02-22 | Fujitsu Kiden | Error data clearing system for memory in electronic time recorder |
Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS5647999A (en) * | 1979-09-21 | 1981-04-30 | Toshiba Corp | Initializing method of memory |
-
1981
- 1981-12-19 JP JP56205603A patent/JPS58128096A/en active Granted
Patent Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS5647999A (en) * | 1979-09-21 | 1981-04-30 | Toshiba Corp | Initializing method of memory |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6448190A (en) * | 1987-08-19 | 1989-02-22 | Fujitsu Kiden | Error data clearing system for memory in electronic time recorder |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPS6130305B2 (en) | 1986-07-12 |
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