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Info
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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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- firmware
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- volatile memory
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F8/00—Arrangements for software engineering
- G06F8/60—Software deployment
- G06F8/65—Updates
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- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11C—STATIC STORES
- G11C16/00—Erasable programmable read-only memories
- G11C16/02—Erasable programmable read-only memories electrically programmable
- G11C16/06—Auxiliary circuits, e.g. for writing into memory
- G11C16/10—Programming or data input circuits
- G11C16/102—External programming circuits, e.g. EPROM programmers; In-circuit programming or reprogramming; EPROM emulators
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- G11C16/105—Circuits or methods for updating contents of nonvolatile memory, especially with 'security' features to ensure reliable replacement, i.e. preventing that old data is lost before new data is reliably written
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- G11C16/22—Safety or protection circuits preventing unauthorised or accidental access to memory cells
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- Stored Programmes (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Memory System (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
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。
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
【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。
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。
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。
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。
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。
−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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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」)。
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。
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)。
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。
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)。
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)。
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。
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)。
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)。
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)。
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。
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。
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)。
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)。
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)。
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)。
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)。
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)。
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。
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。
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)。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
る。
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)
- 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。
Priority Applications (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP6013242A JPH07210395A (ja) | 1994-01-10 | 1994-01-10 | ファームウェアメンテナンス方式 |
US08/734,313 US5737585A (en) | 1994-01-10 | 1996-10-21 | Firmware maintenance and modification system |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP6013242A JPH07210395A (ja) | 1994-01-10 | 1994-01-10 | ファームウェアメンテナンス方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH07210395A true JPH07210395A (ja) | 1995-08-11 |
Family
ID=11827740
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP6013242A Withdrawn JPH07210395A (ja) | 1994-01-10 | 1994-01-10 | ファームウェアメンテナンス方式 |
Country Status (2)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US5737585A (ja) |
JP (1) | JPH07210395A (ja) |
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