JPH07210395A - ファームウェアメンテナンス方式 - Google Patents

ファームウェアメンテナンス方式

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JPH07210395A
JPH07210395A JP6013242A JP1324294A JPH07210395A JP H07210395 A JPH07210395 A JP H07210395A JP 6013242 A JP6013242 A JP 6013242A JP 1324294 A JP1324294 A JP 1324294A JP H07210395 A JPH07210395 A JP H07210395A
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JP
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memory
volatile memory
area
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JP6013242A
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Hisakimi Kanejima
壽仁 金島
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Fujitsu Ltd
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Fujitsu Ltd
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Publication date
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    • G—PHYSICS
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    • G—PHYSICS
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Abstract

(57)【要約】 【目的】ファームウェアメンテナンス方式に関し、ハー
ドウェアの規模を縮小化と、信頼性の向上を図る。 【構成】ファームウェアを有する被メンテナンス局
（１）を遠隔地からメンテナンスするファームウェアメ
ンテナンス方式である。被メンテナンス局にマイクロコ
ンピュータ（１１）と、前記ファームウェアを格納する
とともに、該格納位置を管理する領域（１４１）を備え
た不揮発性メモリ（１４）と、前記マイクロコンピュー
タの論理アドレスと前記不揮発性メモリの物理（実）ア
ドレスを変換する機能を持つメモリ管理機構（１３）を
有し、遠隔地から該被メンテナンス局に一括して更新す
べきファームウェアを転送し、転送されたファームウェ
アを前記不揮発性メモリに更新格納する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ファームウェアメンテ
ナンス方式に関し、特にファームウェアに基づきその動
作が制御される複数の子局装置である被メンテナンス局
に対し、当該装置に搭載されているファームウェアを遠
隔地の集中監視装置から修正保守するファームウェアメ
ンテナンス方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】上記のごとく集中監視装置を中心とし、
ファームウェアに基づきその動作が制御される複数の子
局装置を通信ネットワークを通して接続配置して構成さ
れる通信システムにおいて、処理内容の変更やシステム
構成の変更等により複数の子局装置内のファームウェア
を修正保守する必要が生じる場合がある。
【０００３】このような場合に効率的にファームウェア
を修正保守することが可能であることが望まれている。
そして、かかる要望に対し、それまでは子局装置に対
し、外部記憶媒体を設け、これに修正すべきプログラム
を書込修正する方式であった。
【０００４】そこで、かかる方式に存在する問題を解決
すべく本発明者は、先の特許出願（特開平２−５１６７
号）において、ＥＥＰＲＯＭ等の不揮発性メモリを被メ
ンテナンス装置である子局装置に搭載することを提案し
ている。
【０００５】図１３は、かかる先の特許出願（特開平２
−５１６７号）において、本発明者が提案したＥＥＰＲ
ＯＭ等の不揮発性メモリを用いるファームウェアメンテ
ナンス方式を用いた従来の被メンテナンス局１の機能ブ
ロック図である。
【０００６】被メンテナンス局内には共通バス１０を有
し、これにマイクロプロセッサ１１が接続されている。
更に、この共通バス１０に不揮発メモリ１４、立ち上げ
動作用プログラム格納ＲＯＭ１５、プログラム作業用Ｒ
ＡＭ１６、遠隔保守装置２とのインターフェース部１
７、周辺入出力機能部１８及びプログラム動作時の格納
用ＲＡＭ１９等が接続される。
【０００７】更に、マイクロプロセッサ１１には、割り
込み管理機構１２等が接続される。かかる構成におい
て、先に出願した内容は、複数の被メンテナンス局をメ
ンテナンスする集中監視システム２の基地局からプログ
ラム修正用に定義された修正コマンドを修正データとと
もに被メンテナンス局１に送る。
【０００８】被メンテナンス局１のインターフェース部
１７は、この修正データを受信し、マイクロプロセッサ
１１の制御の下に、不揮発性メモリ１４にバージョンア
ップしたプログラムデータに置き換え格納する。
【０００９】図１３の動作について更に説明すると、Ｒ
ＯＭ１５には、装置の機能立ち上げ用のＢＩＯＳ等のプ
ログラムが記憶される。不揮発性メモリ１４にファーム
ウェアとして格納されるプログラムは、その動作を行わ
すためには、プログラムが動作できるアドレス空間に複
写する必要があり、ＲＡＭ１９にこの動作用アドレス空
間が割り当てられている。
【００１０】したがって、不揮発性メモリ１４に記憶さ
れるプログラムは、一度ＲＡＭ１９に複写することが必
要である。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】上記のように、従来の
装置では、不揮発性メモリ１４にファームウェアとして
格納されるプログラムを動作するために動作用のＲＡＭ
１９が必要である。このために局装置のハードウェアの
規模が大きくなっている。
【００１２】更に、メモリを管理する手段を有していな
いためメモリの保護機能（書込禁止領域をソフト的に設
定できる機能）を持たず、このためファームウェアの誤
動作による暴走状態が生じた場合、不揮発性メモリ１４
に格納しているファームウェアその他のデータを破壊す
る等の可能性が存在していた。かかる場合は、再起動が
出来ない状態となる。
【００１３】したがって、本発明は、ファームウェアが
動作する際、必要となるプログラム動作用のメモリ（図
１３においてＲＡＭ１９）を排除可能とし、ハードウェ
アの規模を縮小することを目的とする。更に、ファーム
ウェア暴走時の不揮発性メモリの破壊や不揮発性メモリ
の書込回数制限オーバによる再実行不可となる状態を回
避し、信頼性を向上させることを目的とする。
【００１４】
【課題を解決するための手段】図１は、本発明の被メン
テナンス装置の原理図である。基本的構成として、被メ
ンテナンス局１にファームウェアを保持する不揮発性メ
モリ１４と、 この不揮発性メモリ１４の記憶内容を管
理するメモリ管理機構（ＭＭＵ）１３を有している。
【００１５】ここで、メモリ管理機構（ＭＭＵ）１３
は、ＣＰＵがプログラムで扱うアドレス（論理アドレ
ス）と、実記憶のアドレス（物理アドレス）との変換機
能を有する論理素子である。更に、変換に際し、不揮発
性メモリ１４への書き込みの際、書き込みに必要なペー
ジのみＣＰＵの論理アドレス空間にマッピングすること
より、プログラム暴走や装置故障等への悪影響が最小に
抑えられる。
【００１６】そして遠隔地からこの被メンテナンス局１
に一括して更新すべきファームウェアを転送し、転送さ
れたファームウェアを前記不揮発性メモリ１４に更新記
憶するように構成されている。
【００１７】したがって、図１３の従来装置の構成と比
較する場合、同一又は類似のものには、同一の記号及び
符号を付してあり、本発明は、メモリ管理機構１３を有
する点に特徴を有する。これによりプログラムの動作
時、不揮発性メモリ１４からプログラムを読出動作させ
るためのＲＡＭ１９が排除されている。
【００１８】不揮発性メモリ１４内には、複数の異なる
バージョンのファームウェアが格納される。さらに複数
の異なるバージョンが格納される際に、それぞれのバー
ジョンが管理される。
【００１９】
【作用】上記の構成により、ファームウェアが初めてス
タートする時、不揮発性メモリ１４内に格納された各バ
ージョン及び動作可否状態が検出され、スタートすべき
ファームウェアが決定される。かかる機能は、マイクロ
コンピュータ１１の制御により行われる。
【００２０】そしてマイクロコンピュータ１１によりメ
モリ管理機構１３に対して、そのファームウェアが動作
出来るように不揮発性メモリ１４上のアドレスである実
アドレスと、ファームウェア動作用の論理アドレスを設
定する。この設定が完了すると設定されたアドレスのフ
ァームウェアの処理に移行する。
【００２１】更に、メモリ管理機構１３に対して、ファ
ームウェア動作用の論理アドレスを設定する際には書込
保護属性を与えることにより、プログラム暴走時／誤動
作時のメモリ破壊を防ぐことができる。
【００２２】
【実施例】図２は、本発明を適用したデータ収集システ
ム例を示し、遠隔地に置かれた複数の無人局のデータ収
集装置（＃１〜＃３）１を通信用ネットワーク３を介し
て集中監視装置２に接続するように構成される。かかる
システムにおいて、集中監視装置２によりデータ収集装
置１のファームウェアが一括してメンテナンスされる。
【００２３】図３は、上記のデータ収集装置１の実施例
機能ブロック図である。基本的構成は、図１の原理図で
説明したと同様である。図において、インターフェース
部１７は、集中監視装置２とネットワーク３を介して接
続される。
【００２４】周辺入出力機能としてセンサー入力部１８
を有し、温度、湿度等のセンサー４からの検出データを
受信し、共通バス１０を通してプログラム作業用メモリ
１６に転送する。プログラム作業用メモリ１６に転送さ
れた検出データは、マイクロプロセッサ１１の制御の下
に不揮発性メモリ１４に格納されるファームウェアのプ
ログラムに基づき処理される。
【００２５】不揮発性メモリ１４は、実施例としてＥＥ
ＰＲＯＭが採用される。ＥＥＰＲＯＭは、電気的にデー
タの変更が可能な記憶素子であり、また不揮発性である
ので電源を供給しなくても内容が失われない。近年は、
フラッシュメモリ等の大容量化製品が登場している。
【００２６】ここでマイクロプロセッサ１１は、各メモ
リに対し、論理アドレス（００００〜７ＦＦＦＦ）を有
する。マイクロプロセッサ１１からのアドレスバスがメ
モリ管理機構１３により対応する物理（実）アドレスに
変換され、各々のメモリに対してアクセスされる。ある
いは反対に、各々のメモリの実アドレスがマイクロプロ
セッサ１１が管理するアドレス空間の対応する論理アド
レスに変換される。
【００２７】この変換のための変換規則は、使用するメ
モリ管理機構１３により異なるが、通常、ある塊の単位
（これを以後ページという。）でアドレス変換される。
本発明の実施例ではこれを４Ｋバイト単位としている。
そして、この変換のための変換テーブル５０は予めメモ
リ管理機構１１に格納されている。
【００２８】かかる論理アドレスと実アドレスとの関係
が図４に示される。図４に示されるようにマイクロプロ
セッサ１１とメモリ管理機構１３との間は、論理アドレ
ス（００００〜７ＦＦＦＦ）が送受される。
【００２９】この論理アドレス（０００００〜７ＦＦＦ
Ｆ）は、アドレス変換テーブル５０に基づきメモリ管理
機構１３により物理（実）アドレスに変換される。ある
いは反対に物理（実）アドレスが論理アドレス（０００
００〜７ＦＦＦＦ）に変換される。
【００３０】図４に示す例では、論理アドレス（０００
００〜７ＦＦＦＦ）の内の対応するアドレスが不揮発性
メモリ１４の実アドレス（ＸＸＸ０００００〜ＸＸＸＦ
ＦＦＦＦ）と対応していることを示し、これらが変換さ
れることを示している。
【００３１】図５は、マイクロプロセッサ１１から見た
論理アドレス空間の例であり、メモリ管理機構１３によ
り物理（実）アドレスがアドレス変換された結果の論理
アドレス空間を示し、実際のファームウェアが動作した
上でのアドレスを示している。
【００３２】図５において、図５（ｉ）は、メモリ管理
機構１３により、論理アドレスと実アドレスの変換が行
われるアドレス空間である。更に図５（ii）は、ファー
ムウェアメンテナンス時、即ち不揮発性メモリ１４への
書込時必要に応じて、マッピングされる領域である。
【００３３】尚、図５ (iii) は、プログラム作業用メ
モリ１６に割り当てられたメモリ空間である。
【００３４】ここで、不揮発性メモリ１４内のファーム
ウェアの配置を考える。図６は、この不揮発性メモリ１
４におけるファームウェアの配置を示す図である。領域
としてファームウェアの格納位置管理領域１４１、ファ
ームウェアの複数のバージョンＡ〜Ｅの格納領域１４１
〜１４５を有する。
【００３５】そして図４に示されるように、例としてフ
ァームウェアの格納位置管理領域１４１は不揮発性メモ
リ１４の実アドレスＸＸＸ０００００〜ＸＸＸ１０００
０のアドレス空間、ファームウェアのバージョンＡはＸ
ＸＸ１００００〜ＸＸＸ４００００のアドレス空間、バ
ージョンＢはＸＸＸ４００００〜ＸＸＸ８００００のア
ドレス空間、バージョンＣはＸＸＸ８００００〜ＸＸＸ
９００００のアドレス空間に割り当てられる。
【００３６】図７は、本発明の特徴とする不揮発性メモ
リ１４内のファームウェアの格納位置管理領域１４１の
管理構成を示している。更に図８及び図９は、この管理
構成の詳細を説明している図である。
【００３７】図７は、ファームウェアの各バージョン等
を管理するページ管理全体イメージを示し、図示される
ように三つの領域１４１（i ）、１４１（ii）、１４１
（iii ）により格納すべきファームウェアを管理する。
【００３８】１４１（i ）は、書込回数管理領域であ
り、ページ管理領域全体の位置（使用すべきか否かの判
断）、正常性（領域が正しいかどうか）を管理する。即
ち、不揮発性メモリは、通常、書込回数に限度をデバイ
スの特性上有している。
【００３９】このため管理領域１４１を不揮発性メモリ
１４内に持つと、当然にこの領域に対する書込回数が多
くなる。これを防ぐために管理領域全体の書込回数と、
管理領域の開始位置をこの領域自体で管理を行う。
【００４０】具体的には、この管理領域１４１（i ）
は、図８に示されるように識別ＩＤ、管理領域のバージ
ョン番号、管理領域の書込回数、管理領域全体のチェッ
クコードが記録される。
【００４１】ここで、後に説明するＣＰＵリセット時の
処理フロー（図１０）の中で管理領域開始位置を決めて
いる。したがって、図６に示す管理領域１４１は、不揮
発性メモリ上の何処に格納されてもよい。
【００４２】１４１（ii）のファームウェアエントリィ
領域は、図９にその詳細が示される（図９：２４０）よ
うに、不揮発性メモリ１４内に格納されているファーム
ウェアのバージョン番号や格納開始ページ番号を管理す
る。これは、ＣＰＵリセット時の処理において、動作さ
せるべきファームウェアを決定する際に参照される。
【００４３】更に１４１（iii ）のページ管理領域内の
ファームウェアが格納される先頭のページ番号も示して
いる（図９：２４０で示される領域の「格納開始管理番
号」）。
【００４４】１４１（iii ）のページ管理領域は、メモ
リ管理機構１３にマッピングする単位で不揮発性メモリ
１４の使用状況及び分断されているファームウェアの格
納位置を一緒に管理する。同時に当該ページの書込回数
も管理する。
【００４５】管理方法としては、不揮発性メモリ１４を
ある単位の塊として、それに対して一連のページ番号を
与え、その番号に対応させる方式である。したがって、
１頁内にファームウェアが格納出来ない場合は、１４１
（iii ）に示す様に、ページ管理領域に次のページ番号
を示すことにより管理する（図９参照）。
【００４６】そして例えば、次のページ番号が「ＦＦ
Ｆ」の場合、ページの終了（次のページがない）を示
し、「０００」の場合、このページは、使用されていな
い（空きページ）ことを示すものとする。
【００４７】また、書込回数もこの領域に持ち、格納す
る際に書込回数が少ないページより書き込むように管理
を行う。更に書込回数が限度を越えた場合は、ページ番
号を「ＦＦＥ」とし、永久的に使用できない領域として
管理する（図９参照）。
【００４８】図７において、ページ管理領域１４１（ii
i ）における管理番号は、計算により不揮発性メモリ１
４のファームウェア格納領域のページ番号に対応付けら
れる。また先に言及したように実施例として１ページを
４バイトで示している。したがって、管理番号の最大値
を２０４８（８００ＨＥＸ）とすると、最大８ＭＢまで
の領域を管理できる（４バイト×２０４８＝８１９２バ
イト）。
【００４９】ここで図１０に示すＣＰＵリセット時の処
理フローにしたがい、更に実施例動作を説明する。
【００５０】装置が立ち上げ（ＰＯＷＥＲ ＯＮリセッ
ト）られると（ステップＳ１）、メモリ管理機構１３が
初期設定され、不揮発性メモリ１４の管理領域１４１を
検索するために、不揮発性メモリ１４の実アドレスがメ
モリ管理機構１３により論理アドレス空間に変換され、
マッピングされる（ステップＳ２）。
【００５１】次いで、最新の管理領域を求めるために管
理領域１４１の書込回数管理領域１４１（ｉ）の識別Ｉ
Ｄ（図８参照）を検索する。この時、バージョン番号が
大きいものを検索する。そして管理領域のチェックコー
ドを求め、当該領域の正常性をチェックする（ステップ
Ｓ３）。
【００５２】更に、ファームウェアエントリィ領域１４
１（ii）内の情報（図９：２４０）から最新バージョン
のアドレスを検索する（ステップＳ４）。そして、検索
したファームウェアを論理アドレス空間にマッピングす
る。マッピングする時、書込禁止領域としてメモリ管理
機構１３に設定する（ステップＳ５）。
【００５３】この後、ファームウェアエントリィ領域内
情報（図９：２４０）に基づきマッピングしたファーム
ウェアの初期化処理を行う（ステップＳ６）。以降、格
納されているファームウェアの処理（通常処理）が行わ
れる（ステップＳ７）。以上、立ち上げ時の処理と各管
理テーブルの処理について説明を行った。
【００５４】次にファームウェアを不揮発性メモリ１４
に書き込む場合の処理を、図１１及び図１２を参照して
説明する。
【００５５】通常運用時に遠隔にある集中監視装置２か
らファームウェア保守コマンドが送られる。集中監視装
置とのインターフェース部１７において、受信した保守
コマンドから書き込もうとするファームウェアに関する
エントリィテーブルに格納する情報を得る（ステップＳ
１０）。
【００５６】次いで、不揮発性メモリ１４内の管理領域
１４１を操作するために不揮発性メモリ１４の実アドレ
スを論理アドレス空間にマッピングする（ステップＳ１
１）。そして不揮発性メモリ１４内の管理領域１４１を
検索して現在使用中の管理領域を識別ＩＤ（図８参照）
に基づき検索する（ステップＳ１２）。
【００５７】次いで、ファームウェアエントリィ領域１
４１（ii）（図９）より未使用のファームウェアエント
リィテーブルを検索する（ステップＳ１３）。未使用の
ファームウェアエントリィテーブルの有無を確認し（ス
テップＳ１４）、空きテーブルがない場合は、最も古い
バージョンのファームウェアを検索する（ステップＳ１
５）。検索された最も古いバージョンのファームウェア
のマップテーブルを全て未使用にする（ステップＳ１
６）。
【００５８】ステップＳ１４で空きテーブルが検索され
た場合及び、ステップＳ１６で最も古いバージョンのフ
ァームウェアのマップテーブルを全て未使用にした場合
即ち、古いバージョンのファームウェアを削除した場合
は、今回格納するファームウェアの大きさに基づきペー
ジ管理領域（図９：１４１（iii ）参照）から必要サイ
ズ分を検索する（ステップＳ１７）。
【００５９】空きページの有無を確認して（ステップＳ
１８）、空きがない場合は、格納領域不足で異常終了と
なり、管理領域書込回数領域（１４１（ii））を更新し
て終了する（図１２：ステップＳ２４）。
【００６０】ステップＳ１８で空きページが確認される
と、以降図１２の処理に繋がる。即ち、ファームウェア
エントリィテーブルに今回格納するファームウェアの情
報を書き込み更新する（ステップＳ２０）。
【００６１】次いで、ステップＳ２１〜Ｓ２３の処理を
書込データ分繰り返し、１ページ分の単位で格納すべき
ファームウェアを不揮発性メモリ１４に格納する。この
時、ページ管理領域（図９：１４１（iii ）参照）中の
書込回数を増加する。
【００６２】ここで、ステップＳ２１〜Ｓ２３の処理を
個々に説明すると、ステップＳ２１では、１ページ分の
不揮発性メモリ１４を論理アドレス空間にマッピングす
る。
【００６３】更に、ステップＳ２２により、遠隔の中央
監視装置２とのインターフェース部１７より書き込むべ
きファームウェアのデータを得る。そしてこのデータを
マッピングした不揮発性メモリ１４に書き込む（ステッ
プＳ２３）。
【００６４】次いで管理領域書込回数領域（１４１（i
i））を更新して終了する（図１２：ステップＳ２
４）。この時、マッピングしていた不揮発性メモリ１４
のマッピングを外す。
【００６５】一方、運用中に古いバージョンのファーム
ウェアを動作させる場合は、ファームウェアエントリィ
テーブル領域（図９：１４１（ii）参照）中の動作可否
情報（図９：２４０の動作フラグ）を、遠隔の集中監視
装置２からのコマンドまたは、被メンテナンス装置１内
の図示しない操作スイッチにより操作して、図１０の動
作フローのステップＳ４において、判定することにより
任意のバージョンを動作させることが可能である。
【００６６】尚、以上の実施例説明において、メモリ管
理機構１３を独立の論理素子として説明したが、本発明
は、これに限定されず、マイクロプロセッサ１１に上記
のメモリ管理機構１３と同等の機能を実行させることに
よっても本発明の実施が可能である。
【００６７】
【発明の効果】以上実施例にしたがい説明したように、
本発明において、図８及び図９に示したごとき管理領域
を利用することにより、不揮発性メモリ１４の書込回数
保証範囲で有効、且つ信頼性を高く保つことが可能であ
る。
【００６８】同時にハードウェア規模も余分なＲＡＭを
搭載する必要がない。更に不揮発性メモリへの書込時
に、書込に必要なページのみマイクロプロセッサの論理
空間にマッピングするようにしているので、プログラム
の暴走や装置故障時への悪影響が最小に抑えられ、高い
信頼性を持つことが可能である。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の原理を説明する図である。
【図２】本発明を適用したシステム例である。
【図３】本発明の実施例機能ブロック図である。
【図４】本発明におけるアドレス変換の関係を示す図で
ある。
【図５】マイクロプロセッサから見た論理アドレス空間
の例を示す図である。
【図６】不揮発性メモリ内の配置イメージを説明する図
である。
【図７】不揮発性メモリ内のファームウェア管理構成を
説明する図である。
【図８】不揮発性メモリ内のファームウェア管理領域の
詳細を説明する図（その１）でる。
【図９】不揮発性メモリ内のファームウェア管理領域の
詳細を説明する図（その２）でる。
【図１０】ＣＰＵリセット時の処理フローを説明する図
である。
【図１１】不揮発性メモリへの書き込み時の処理フロー
を説明する図（その１）である。
【図１２】不揮発性メモリへの書き込み時の処理フロー
を説明する図（その２）である。
【図１３】従来装置の機能を説明するブロック図であ
る。
【符号の説明】
１ 被メンテナンス局（データ収集装置） ２ 集中監視システム ３ 通信用ネットワーク ４ センサー １０ バス １１ マイクロプロセッサー １２ 割り込み管理機構 １３ メモリ管理機構（ＭＭＵ） １４ 不揮発性メモリ １５ 立ち上げ動作用プログラム格納ＲＯＭ １６ プログラム作業用ＲＡＭ １７ 集中監視装置とのインタフェース部 １８ センサー入出力部
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ０６Ｆ 12/16 ３１０ Ａ 9293−5Ｂ C4 Ｇ１１Ｃ 16/06 C4

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】マイクロプログラミングされたプログラム
    であるファームウェアを有する被メンテナンス局（１）
    を遠隔地からメンテナンスするファームウェアメンテナ
    ンス方式において、該被メンテナンス局（１）にマイク
    ロコンピュータ（１１）と、 該ファームウェアを格納するとともに、該格納位置を管
    理する領域（１４１）を備えた不揮発性メモリ（１４）
    と、 該マイクロコンピュータ（１１）の論理アドレスと該不
    揮発性メモリ（１４）の物理（実）アドレスを変換する
    機能を持つメモリ管理機構（１３）を有し、 遠隔地から該被メンテナンス局（１）に一括して更新す
    べきファームウェアを転送し、該転送されたファームウ
    ェアを該不揮発性メモリ（１４）に更新格納するように
    構成されたことを特徴とするファームウェアメンテナン
    ス方式。
  2. 【請求項２】請求項１において、 前記不揮発性メモリ（１４）をＥＥＰＲＯＭで構成し、 該ＥＥＰＲＯＭに複数のバージョンのファームウェアを
    書込記憶させ、任意のバージョンのファームウェアを読
    出可能に構成したことを特徴とするファームウェアメン
    テナンス方式。
  3. 【請求項３】請求項１において、 前記不揮発性メモリ（１４）に書込記憶される複数のバ
    ージョンのファームウェアは、前記メモリ管理機構（１
    ３）により、該複数のバージョンのファームウェアの物
    理（実）アドレスを前記マイクロコンピュータ（１１）
    の論理アドレスに変換さることにより、ページ単位に直
    接動作可能とされることを特徴とするファームウェアメ
    ンテナンス方式。
  4. 【請求項４】請求項１において、 前記不揮発性メモリ（１４）の格納位置管理領域（１４
    １）に書き込み回数を記録し、該書き込み回数が保証回
    数を越える場合、該不揮発性メモリ（１４）内の保証回
    数を越えたアドレス領域の利用を禁止するようにしたこ
    とを特徴とするファームウェアメンテナンス方式。
  5. 【請求項５】請求項１において、 前記メモリ管理機構（１３）は、前記不揮発性メモリ
    （１４）への書き込み時、書き込みに必要な、該不揮発
    性メモリ（１４）をページのみを前記マイクロプロセッ
    サ（１１）の論理アドレス空間にマッピングするように
    したことを特徴とするファームウェアメンテナンス方
    式。
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