JPS6246488A - Controlling system for memory refreshing - Google Patents
Controlling system for memory refreshingInfo
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- JPS6246488A JPS6246488A JP60184289A JP18428985A JPS6246488A JP S6246488 A JPS6246488 A JP S6246488A JP 60184289 A JP60184289 A JP 60184289A JP 18428985 A JP18428985 A JP 18428985A JP S6246488 A JPS6246488 A JP S6246488A
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- Japan
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- memory
- access
- refresh
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Abstract
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の、利用分野〕
本発明はメモリのリフレッシュ制御方式に係り、特に、
メモリアクセスと競合することなくアクセス効率の良い
メモリ′リフレッシュ制御方式に関する。[Detailed Description of the Invention] [Field of Application of the Invention] The present invention relates to a memory refresh control method, and in particular,
This invention relates to a memory refresh control method that has high access efficiency without competing with memory access.
マイクロコンピュータ等のメモリとして使用されている
ダイナミックメモリ (以下、DRAMという)は、そ
の使用にあたり、記憶内容保持のために定期的なりフレ
ッシュが必要となる。Dynamic memory (hereinafter referred to as DRAM) used as memory for microcomputers and the like requires periodic refreshing in order to retain its memory contents.
リフレッシュ制御回路の方式としてはインテル社のDR
AMコントローラ(以下、DRAMCという)IC,i
8203に採用されている方式が一般的である。この
ICの詳細なデータは、例えば、下記の文献に示されて
いる。Intel's DR is the refresh control circuit method.
AM controller (hereinafter referred to as DRAMC) IC,i
The method adopted in 8203 is common. Detailed data on this IC is shown, for example, in the following document.
インテル社[マイクロシステム コンポーネント ハン
ドブック マイクロプロセッサ&周辺素子組第2巻J
(Microsystem Components H
a −ndbook Microprocessors
and peripheralsvolumelI
)
さて、18203では、内部にリフレッシュ周期計数用
のタイマとリフレッシュとアクセスの競合判定回路とを
有し、DRAMのリフレッシュを一定周期毎に自動的に
行なう。このリフレッシュ動作中はバスマスタはメモリ
をアクセスできない。Intel Corporation [Microsystem Component Handbook Microprocessor & Peripheral Elements Volume 2 J
(Microsystem Components H
a-ndbook Microprocessors
and peripheralsvolumeI
) The 18203 has an internal timer for counting refresh cycles and a refresh/access conflict determination circuit, and refreshes the DRAM automatically at regular intervals. The bus master cannot access memory during this refresh operation.
リフレッシュ動作は、12μs〜16μS周期で行なわ
れているため、パスマスタ忙よるアクセス間隔が1μs
であるとすれば、メモリアクセスの最頻時にはメモリア
クセスとリフレッシュの競合によりアクセス効率が1/
12〜1〜16低下する。また汎用LSIであり多くの
機能を持っているため高価である。一方、ディスクリー
ト素子で組むには回路規模が大きくなりすぎる欠点があ
る。Since the refresh operation is performed at a cycle of 12 μs to 16 μs, the access interval is 1 μs when the path master is busy.
If this is the case, when memory access is most frequent, the access efficiency will be reduced by 1/2 due to competition between memory access and refresh.
12-1-16 decrease. Furthermore, since it is a general-purpose LSI and has many functions, it is expensive. On the other hand, there is a drawback that the circuit scale becomes too large when assembled with discrete elements.
このアクセス効率の低下を防止するために、ヒドウンリ
フレッシュというリフレッシュの可能なりRAMが発表
されている。ヒドウンリフレッシュとは、パスマスタに
よるメモリアクセスにリフレッシュサイクルを組み込む
ことで、バスマスタのメモリアクセスとリフレッシュの
競合によるアクセス効率の低下をなくそうというもので
ある。In order to prevent this decrease in access efficiency, a RAM capable of refreshing called hidden refresh has been announced. Hidden refresh is an attempt to eliminate the drop in access efficiency due to competition between memory access by the bus master and refresh by incorporating a refresh cycle into memory access by the path master.
ただし、ヒドウンリフレッシュを行なえば、ア″9″″
″が“171/7’75″″′(″を含むた
・。However, if you perform a hidden refresh,
” contains “171/7'75”” (”)
・.
め、メモリアクセスに、要する時間は長くなるが、
l□
通常・l −E IJ (iD 71−k x時間1″
も/<2 ? 2 pか 1らのアクセス間
隔の方が長いので、アクセス時間 1:
□
の増大はアクセス効率に影響を与えない。
:ところが、ヒドウンリフレッシュはパスマス
タのアクセスに付随してメモリをリフレッシュするから
、メモリは常にバスマスタからアクセスされていなけれ
ばならず、独立したメモリブロックを有す7.、yxf
”7は使用″″′!″“問題があ6・
1〔8”00的〕
:本発明の目的は、各々のパスマスタのメモリアク
セスの効率を向上させるとともに、回路を簡略化できる
ゝりの効率的なリフv7−、y:s−制御方式
、。Therefore, the time required for memory access is longer, but
l□ Normal・l -E IJ (iD 71-k x time 1″
Mo/<2? Since the access interval between 2 p and 1 is longer, an increase in the access time 1: □ does not affect the access efficiency.
7. However, since hidden refresh refreshes the memory in conjunction with the path master's access, the memory must always be accessed by the bus master and has an independent memory block. ,yxf
"7 is used""'!""There is a problem 6.
1 [8”00 target]
: The purpose of the present invention is to improve the memory access efficiency of each path master and to develop an efficient riff v7-, y:s- control system that can simplify the circuit.
,.
を提供することである。The goal is to provide the following.
〔発明の概要〕1゜
CPUのプログラムの実行に当っては、メモリからのプ
ログラムの7エツチが不可欠であり、ヒドウンリフレッ
シュはCPUKよるメモリアクセスに付随して行なわれ
る。そこで、本発明では、複数のメモリ群のうちいずれ
かのメモリがアクセスされているときに、アクセスされ
ていないメモリについても、パスを切シ離した状態で、
リード動作とそれに付随したヒドウンリフレッシュヲ行
ナイ、複数のメモリ群すべてをリフレッシュする方式を
提案する。[Summary of the Invention] 1. When executing a program by the CPU, it is essential to retrieve the program from memory, and hidden refresh is performed in conjunction with memory access by the CPUK. Therefore, in the present invention, when one of the memories of a plurality of memory groups is being accessed, the path of the memory that is not being accessed is also disconnected.
We propose a method that refreshes all multiple memory groups without performing read operations and associated hidden refreshes.
以下、本発明の一実施例を第1図〜第4図を用いて説明
する。第1図は本実施例のブロック図である。図におい
て、CPUAlとCPUB2とが競合判定3、共有メモ
リ制御411:介して共有メモリ5を共有している。C
PUA1は共有メモリ5をプログラムエリアとして用い
、入出力l10A8等を有する。CPUB 2は、プロ
グラムエリアとしてプログラムメモリ7とそのためのプ
ログラムメモリ制御6、データエリアとしてのデータメ
モリ11とそのためのデータメモリ制御10、入出力l
10B9等を有する。共有メモリはCPUA1のプログ
ラムエリアとして使用されるとともに、CPUAlとC
PUB2間のデータ授受にも用いられる。本実施例で使
用しているDRAMは、4msに256回のリフレッシ
ュを必要とするものである。 ′
第2図A、第2図Bは通常のメモリアクセスとヒドウン
リフレッシュを行なった場合のメモリアクセスを示す図
で、第2図人の通常のメモリアクセスでは、ロクアドレ
スストロー7”(RA8)信号の立ちさがりでロウアド
レス■を与え、カラムアドレスストローブ(CAS)信
号の立ちさがりでカラムアドレス■を与える。この時、
R,As信号についてはRAS信号幅をTRとし、RA
S信号プリチャージ幅tTpとすれば、1回のアクセス
のメモリ占有時間は、TC1=TR+TPとなる。An embodiment of the present invention will be described below with reference to FIGS. 1 to 4. FIG. 1 is a block diagram of this embodiment. In the figure, CPUAl and CPUB2 share a shared memory 5 via conflict determination 3 and shared memory control 411. C
The PUA 1 uses the shared memory 5 as a program area, and has input/output l10A8 and the like. The CPUB 2 has a program memory 7 as a program area and a program memory control 6 for it, a data memory 11 as a data area and a data memory control 10 for it, and input/output l.
10B9 etc. The shared memory is used as a program area for CPUA1, and also for CPUAl and C
It is also used to exchange data between PUB2. The DRAM used in this embodiment requires refreshing 256 times every 4 ms. ' Figure 2A and Figure 2B are diagrams showing memory access when normal memory access and hidden refresh are performed. The row address ■ is given at the falling edge of the signal, and the column address ■ is given at the falling edge of the column address strobe (CAS) signal.At this time,
For R and As signals, the RAS signal width is TR, and RA
If the S signal precharge width is tTp, the memory occupation time for one access is TC1=TR+TP.
コレニ対し、第2図Bのヒドウンリフレッシュを打力う
メモリアクセスでは、ロタアドレスストローブ(RAS
)信号の立ちさがシでロウアドレス■を与え、カラムア
ドレスストローブ(CAS)信号の立ちさがりでカラム
アドレス■を与え、CAs信号がL レベルの間にRA
SAs信号に立ちあげて再び立ちさげる時にリフレッシ
ュアドレス■を与え、メモリからのデータ読み出し中に
リフレッシュを行なう。ただし、この時RAS信号幅と
RAS信号プリチャージ時間は、第2図Aの場合と同じ
だけ必要であるため、1回のアクセスのメモリ占有時間
は、TC2=TR+TP+TR+Tp”2Tclとなる
。本実施例では、リフレッシュアドレスカウンタを内蔵
したDRAMt−用いることでアドレス切替をロワアド
レスとカラムアドレスだけとし、簡略化している。On the other hand, in memory access for performing hidden refresh in Figure 2B, rotary address strobe (RAS)
) The rising edge of the signal gives the row address ■, the falling column address strobe (CAS) signal gives the column address ■, and while the CAs signal is at the low level, the RA
A refresh address (2) is given when the SAs signal is raised and then lowered again, and refresh is performed while reading data from the memory. However, at this time, the RAS signal width and RAS signal precharge time are required to be the same as in the case of FIG. 2A, so the memory occupation time for one access is TC2=TR+TP+TR+Tp''2Tcl.This embodiment In this case, by using a DRAM with a built-in refresh address counter, address switching is simplified by using only the lower address and column address.
第3図Aは18203等におけるリフレッシュを示した
もので約12μs毎にメモリに対するリフレッシュ要求
が出され、そのリフレッシュ要求トバスマスタによるメ
モリアクセス要求が重なった時にバスマスタのメモリア
クセスに対するアクセス遅延時間Tdを生じアクセス効
率を低下させる。Figure 3A shows refresh in the 18203, etc., where a refresh request to the memory is issued approximately every 12 μs, and when the refresh request and the memory access request by the bus master overlap, an access delay time Td for the bus master's memory access occurs, resulting in an access Reduce efficiency.
これに対し、本実施例では、バスマスタによるメモリア
クセス間隔TACとメモリ占有時間TAの関係を、第3
図Bに示す如く、TAC>TA’となるようにシステム
を構成しであるので、ヒトクンリフレッシュによりバス
マスタのメモリ占有時間が増加してもメモリアクセス効
率の低下は生じない。In contrast, in this embodiment, the relationship between the memory access interval TAC by the bus master and the memory occupation time TA is
As shown in FIG. B, since the system is configured so that TAC>TA', memory access efficiency does not decrease even if the memory occupation time of the bus master increases due to frequent refresh.
先に述べたように本実施例で使用しているDRAMは4
msに256回のリフレッシユヲ必要とする。五820
3では内蔵タイマにより時間管理しリフレッシュ条件を
確保しているが、本実施例ではバスマスタのメモリアク
セスに付随してメモリければならず、CPUのホルト状
態(停止状態)は禁止されている。As mentioned earlier, the DRAM used in this example is 4
It requires 256 refreshes per ms. 5820
3 uses a built-in timer to manage time and ensure refresh conditions, but in this embodiment, the memory must be stored in conjunction with the bus master's memory access, and the CPU is prohibited from being in a halt state (stopped state).
本実施例ではCPUAlとCPUB2の2つのバスマス
タを有する。共有メモリは、CPUAlがリフレッシュ
し、プログラムメモリとデータメモリは、CPUB2が
リフレッシュしている。This embodiment has two bus masters, CPUAl and CPUB2. The shared memory is refreshed by CPUAl, and the program memory and data memory are refreshed by CPUB2.
CPUB2によるメモリアクセス時には、常にプログラ
ムメモリ制御6あるいはデータメモリ制御11を介して
プログラムメモリ7あるいはデータメモリ11にアクセ
ス要求がなされる。各々のメモリ制御は、そのアクセス
が自分の制御するメモリに対するアクセスでなければ、
そのアクセスがリードアクセスでもライトアクセスでも
、自分の制御するメモリに対してはリードアクセスとし
て動作し、さらに、自分の制御するメモリのデー、Jパ
、’4−CPUB2のバスから分離する。(メモリをダ
ミーリードする。)
こうすると、プログラムフェッチ時には、プログラムメ
モリ7はメモリアクセスに伴うヒトクンリフレッシュで
、データメモリ11はダミーリードに伴うヒトクンリフ
レッシュで、リフレッシュされる。データメモリアクセ
ス時には、データメモリ11はメモリアクセスに伴うヒ
トクンリフレッシュで、プログラムメモリ7はダミーリ
ードに伴うヒトクンリフレッシュで、リフレッシュされ
る。共有メモリ5アクセス時には、プログラムメモリも
データメモリも、ダミーリードに伴うヒトクンリフレッ
シュで、リフレッシュされる。When CPUB 2 accesses memory, an access request is always made to program memory 7 or data memory 11 via program memory control 6 or data memory control 11. Each memory control has accesses that are not accesses to the memory it controls.
Whether the access is a read access or a write access, it operates as a read access to the memory it controls, and is further isolated from the data, JPA, and '4-CPUB2 buses of the memory it controls. (The memory is read in a dummy manner.) In this way, when a program is fetched, the program memory 7 is refreshed with a quick refresh that accompanies the memory access, and the data memory 11 is refreshed with a quick refresh that accompanies a dummy read. At the time of data memory access, the data memory 11 is refreshed with a quick refresh that accompanies the memory access, and the program memory 7 is refreshed with a quick refresh that accompanies a dummy read. When the shared memory 5 is accessed, both the program memory and the data memory are refreshed by a quick refresh that accompanies a dummy read.
共有メモリ5は、CPUA1のアクセスにのみ伴つヒド
ウンリフレッシュによりリフレッシュされ、CPUB2
によるアクセスにはヒトクンリフレッシュには付随しな
い。Shared memory 5 is refreshed by hidden refresh only when CPUA1 accesses it, and CPUB2
This access is not accompanied by Hitokun Refresh.
第4図はCPUAlとCPUB2の共有メモリに対する
アクセスが競合した時の、各々のCPUの待ち時間を示
す説′明図である。第4図Aは、CPUA1.CPUB
2両者のメモリアクセスにヒトクンリフレッシュが伴う
場合、第4図Bは、CPUA1のメモリアクセスの場合
にのみヒトクンリフレッシュが行なわれる場合を示す。FIG. 4 is an explanatory diagram showing the waiting time of each CPU when accesses to the shared memory between CPUAl and CPUB2 conflict. FIG. 4A shows CPU1. CPUB
4B shows a case where a quick refresh is performed only in the case of a memory access by CPUA1.
メモリのアクセス時間をT。、リフレッシュ時間? T
−tとすれば、CPUAl、CPUB2両者のメモリ
アクセスにヒドウンリフレツシユが伴う場合の、CPU
Al 、CPUB2のメモリ占有時間T−、Ta Fi
、どちらも(T−+T、t )となる。The memory access time is T. , refresh time? T
-t, the CPU when memory access by both CPUAl and CPUB2 involves hidden refresh.
Al, CPUB2 memory occupation time T-, Ta Fi
, both become (T-+T, t).
これに対し、CPUAlのメモリアクセスの場合にのみ
ヒドウンリフレツシユが行なわれる場合には、CPUA
lのメモリ占有時間Thは(T、、+T1.)、CPU
B2のメモリ占有時間TIは、TaeとなってCPUB
2のメモリ占有時間が短くなシ、結果としてCPUAl
とCPUB2の共有メモリに対するアクセスが競合した
時のCPUA1の待ち時間が少なくなる。CPUB2は
共有メモ1J5t−cPUAlとのデータ授受用に用い
、プログラムメモリ、データメモリは別個に持っている
から、CPUAlとCPUB2の共有メモリ5に対する
アクセスの競合も最小にできる。On the other hand, if hidden refresh is performed only in the case of CPUAl's memory access, then
The memory occupation time Th of l is (T,, +T1.), CPU
The memory occupation time TI of B2 becomes Tae and CPUB
The memory occupation time of 2 is short, and as a result, CPUAl
The waiting time of CPUA1 when accesses to the shared memory of CPUB2 and CPUB2 conflict is reduced. Since the CPUB2 is used for exchanging data with the shared memory 1J5t-cPUAl and has separate program memory and data memory, contention between CPUAl and CPUB2 in accessing the shared memory 5 can be minimized.
本実施例によれば、メモリリフレッシュとメモリアクセ
スの競合判定回路、リフレッシュ周期計数用タイマが不
要となシ、回路が簡略化される。According to this embodiment, there is no need for a memory refresh/memory access conflict determination circuit and a refresh cycle counting timer, and the circuit is simplified.
また、メモリアクセスとメモリリフレッシュの競合がな
くなるのでアクセス効率が向上する。Furthermore, since there is no competition between memory access and memory refresh, access efficiency is improved.
CPUAlとCPUB2の共有メモリアクセス競合時に
はCPUB2のメモリ占有時間が短縮されるため、CP
UAlのアクセス効率が向上する。During shared memory access contention between CPUAl and CPUB2, the memory occupation time of CPUB2 is shortened, so CPU
The access efficiency of UAl is improved.
また、CPUB2から見た共有メモリ4をデータ授受用
としたことで、CPUA1とCPUB2の共有メモリア
クセス競合の発生をデータ授受時のみに限定できる。さ
らに、CPUAlから見た共有メモリ5をプログラムメ
モリ兼データ授受用メモリとし、メモリブロックを統合
し回路を簡略化できる。Further, by using the shared memory 4 seen from the CPUB2 for data exchange, the occurrence of shared memory access conflict between the CPUA1 and CPUB2 can be limited to only when data is exchanged. Furthermore, the shared memory 5 seen from the CPUAl can be used as a program memory and a memory for data exchange, so that the memory blocks can be integrated and the circuit can be simplified.
本発明によれば、バスマスタによるメモリアクセス効率
全向上させるとともに、回路を簡略化できるメモリの効
率的なリフレッシュ制御方式が得られる。。According to the present invention, it is possible to obtain an efficient memory refresh control method that can completely improve memory access efficiency by a bus master and simplify the circuit. .
第1図は本発明の一実施例のブロック図、第2図人は通
常のメモリアクセスを示す説明図、第2図Bはヒドウン
リフレツシユを行なった場合のメモリアクセスを示す説
明図、第3図人はi 8203等におけるメモ+717
フレツシユを行なった時のアクセス状態を示す説明図、
第3図Bはヒドウンリフレツシユを行なった時のアクセ
ス状態を示す説明図、第4図人はCPUAlとCPUB
2の両者カ共有メモリをヒドウンリフレツシユしたjJ
lのアクセス状態を示す説明図、第4図BはCPUA1
のみが共有メモリをヒドウンリフレツシユした時のアク
セス状態を示す説明図である。
1・・・CPUA、2・・・CPUB、3・・・競合判
定、4・・・メモリ制御、5・・・共有メモリ、6・・
・プログラムメモリ制御、7・・・プログラムメモリ、
8・・・l10A、9・・・l10B、10・・・デー
タメモリ制御、11・・・データメモリ。FIG. 1 is a block diagram of an embodiment of the present invention; FIG. 2 is an explanatory diagram showing normal memory access; FIG. 2B is an explanatory diagram showing memory access when hidden refresh is performed; Figure 3 Memo on i8203 etc.+717
An explanatory diagram showing the access state when refreshing is performed,
Figure 3B is an explanatory diagram showing the access state when a hidden refresh is performed.
jJ who performed a hidden refresh of the shared memory of both parties in 2.
FIG. 4B is an explanatory diagram showing the access state of CPUA1.
FIG. 4 is an explanatory diagram showing an access state when only one user performs a hidden refresh of the shared memory. 1... CPUA, 2... CPUB, 3... Conflict determination, 4... Memory control, 5... Shared memory, 6...
・Program memory control, 7...Program memory,
8...l10A, 9...l10B, 10...data memory control, 11...data memory.
Claims (1)
コンピュータシステムにおいて、そのメモリを、バスマ
スタが常時アクセスするメモリとして用い、そのメモリ
のリフレッシュを、バスマスタのそのメモリに対するア
クセスに付随させたヒドウンリフレツシユで行なうこと
を特徴とするメモリのリフレッシュ制御方式。 2、リフレッシュを必要とする複数のメモリ群を備えた
マイクロコンピュータシステムにおいて、バスマスタの
メモリアクセスにより選択されたメモリは、そのアクセ
スで指定されたリードまたはライト動作とそれに付随し
たヒドウンリフレツシユを行ない、選択されなかつたメ
モリ群は、データバスから分離された状態でリード動作
し、各々のメモリがヒドウンリフレツシユを行なうこと
を特徴とするメモリのリフレッシュ制御方式。[Claims] 1. In a microcomputer system equipped with a memory that requires refreshing, the memory is used as a memory that is constantly accessed by a bus master, and the refresh of the memory is made incidental to the bus master's access to the memory. A memory refresh control method characterized by a hidden refresh. 2. In a microcomputer system equipped with multiple memory groups that require refreshing, the memory selected by the bus master's memory access performs the read or write operation specified by that access and the accompanying hidden refresh. A memory refresh control system characterized in that unselected memory groups perform read operations while being separated from a data bus, and each memory performs a hidden refresh.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP60184289A JPS6246488A (en) | 1985-08-23 | 1985-08-23 | Controlling system for memory refreshing |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP60184289A JPS6246488A (en) | 1985-08-23 | 1985-08-23 | Controlling system for memory refreshing |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6246488A true JPS6246488A (en) | 1987-02-28 |
Family
ID=16150719
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP60184289A Pending JPS6246488A (en) | 1985-08-23 | 1985-08-23 | Controlling system for memory refreshing |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS6246488A (en) |
-
1985
- 1985-08-23 JP JP60184289A patent/JPS6246488A/en active Pending
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