DE2041171C3

DE2041171C3 - Adressrecheneinrichtung fur Großraumspeicher

Info

Publication number: DE2041171C3
Application number: DE2041171A
Authority: DE
Inventors: Howard Rodney Hyde Cheshire Jackson (Grossbritannien)
Original assignee: Fujitsu Services Ltd
Current assignee: Fujitsu Services Ltd
Priority date: 1969-08-26
Filing date: 1970-08-19
Publication date: 1979-03-22
Also published as: FR2059687B1; DE2041171B2; DE2041171A1; FR2059687A1; GB1266579A; US3676857A

Description

Die Erfindung bezieht sich auf eine Adreßrecheneinrichtung für einen Großraumspeicher zur Speicherung von Dateneinheiten, in dem die Lage einer jeden Dateneinheit durch eine echte Adresse gegeben ist, Dateneinheiten vom Prozessor durch virtuelle Adressen aufgerufen werden und in Blöcken gruppiert sind, denen wiederum echte und virtuelle Adressen zugeordnet sind, wobei die virtuellen Adressen die Ordnung der Dateneinheiten innerhalb eines Blockes aus- so drücken, und die Zuordnung von virtuellen und echten Adressen durch in einen assoziativen Speicher enthaltene Tabellen gegeben ist.

Die Verwendung von Blockspeichern mit direktem Zugriff, wie z. B. großen Magnetplattendateien, nimmt in Recheneinrichtungen immer mehr zu. Es ist ganz aligemein erforderlich, daß die Verbesserung von laufend gespeicherten Datenaufzeichnungen und die Hinzufügung neuer Datenaufzeichnungen einfach und rasch durchgeführt wird. Die Datenaufzeichnungen müssen bedeutungsvolle Adressen innerhalb des Speichers aufweisen, damit eine augewählte Aufzeichnung ausgelesen werden kann.

Das einfachste Adressiersystem besteht darin, einen Speicherblock jeder Datenaufzeichnung zuzuweisen, die erwünscht ist, wobei die Aufzeichnungen in einer logischen Reihenfolge angeordnet werden, z. B. in regelmäßiger Aufeinanderfolge über eine Aufzeichnungsbezugszahl. Somit ist die Bezugszahl einer Aufzeichnung in einfacher Weise auf eine Blockadresse bezogen. Eine solche Anordnung hat zwei Nachteile. Einerseits können eine größere Anzahl von Datenaufzeichnungen nicht zu einem bestimmten Zeitpunkt vorhanden sein. Wenn die. Aufzeichnungsbezugszahlen in regelmäßiger Folge gegebenen Kontozahlen entsprechen, ist klar, daß keine Datenaufzeichnungen für Konten vorhanden sind, die geschlossen worden sind, und für neue Konten, die noch nicht eröffnet worden sind. Andererseits sind Datenaufzeichnungen erheblich unterschiedlich in ihrer Länge, so daß viele Speicherblöcke nur teilweise gefüllt sind, da die Blocklänge hinreichend groß gewählt werden muß, damit die längste Aufzeichnung aufgenommen werden kann.

Um die unwirtschaftliche Ausnutzung von Speichern, die bei einem derartigen einfachen Adressiersystem erhalten wird, zu verbessern, sind bereits zahlreiche Vorschläge gemacht worden. Sie haben sich hauptsächlich auf den Programmiervorgang bezogen und lassen sich in zwei Kategorien einteilen. In dsr ersten Kategorie wird die notwendige Adresseninformation in einem getrennten Teil des Speichers in Form eines Verzeichnisses bereitgestellt. Jeder Verzeichniseintrag besteht aus einer Aufzeichnungsidentifizierung, z. B. den Aufzeichnungsbezugsadressen, für diese Aufzeichnung. Somit wird eine Aufzeichnung aus dem Speicher dadurch erhalten, daß in regelmäßiger Folge das Verzeichnis durchsucht wird, damit der entsprechende Aufzeichnungseintrag gefunden wird, und daß dann die bezogene Adresseninformation für den Zugriff zum Speicher verwendet wird.

Die zweite Kategorie verwendet eine bestimmte Form der Zufallstechnik zur Zuweisung von Adressen. Beispielsweise kann eine Folge von arithmetischen Vorgängen an einem Teil der Daten der Aufzeichnung durchgeführt werden, wobei das Resultat als die Adresse der Aufzeichnung verwendet wird. Diese Technik kann die gleiche Adresse für verschiedene Aufzeichnungen ergeben, und es muß eine Prüfung durchgeführt werden, daß eine berechnete Adresse leer ist, bevor die Aufzeichnung in den Speicher eingegeben wird. Wenn die Adresse bereits besetzt ist, wird ein Überlaufprogramm verwendet, um eine neue Adresse zu bestimmen und einen Hinweis in der ursprünglichen Adresse auf die neue Adresse aufzuzeichnen.

Diese verbesserte Technik kann den Ausnutzungsgrad des Speichers erheblich vergrößern. Hand in Hand damit geht jedoch eine wesentliche Erhöhung des Zeitaufwandes, der für das Durchsuchen und Instandhalten des Verzeichnisses oder für die Berechnung von Adressen mit direktem Zugriff erforderlich ist.

Die Verwendung eines assoziativen bzw. inhaltsadressierbaren Speichers als Index- oder Übersetzungseinrichtung in einer hierarchischen Speicheranordnung ist beispielswiese aus den US-PSen 3 275 991 und 3248702 bekannt. Ein Speicher nach der US-PS 3248702 arbeitet in einen » Festblockbedarf sbetrieb«, bei welchem ein vollständiger Informationsblock, der aus einer vorbestimmten festen Anzahl von Datenausdrücken besteht, als Einheit zur Einführung in den raschesten Speicher aus dem Hilfsspeicher behandelt wird. Zwischen dem Speicheradressierregister und den Speichern ist eine Vergleichsmatrix eingeschaltet, die sowohl die Bezeichnungen dieser Blöcke

laufend im schnellsten Speicher speichert als auch diese Bezeichnungen in ihre entsprechenden Speicherplatzadressen innerhalb des schnellsten Speichers übersetzt. Die Vergleichsmatrix dient somit als inhaltsadressierter Indexspeicher, Eine derartige Anordnung befaßt sich ausschließlich mit der Auswahl gewünschter Daten aus dem schnellsten Speicher aus einer Hierarchie von Speichern, und die Übertragung zwischen Speichern und Adressierung von Speicherplätzen durch das Speicheradressierregistcr erfolgt stets in Form eines vollständigen Blockes von Datenausdrücken.

Im Falle der US-PS 3275991 arbeitet ein hierarchischer Speicher im Datenausdruck-Adressier-Betrieb. Dieser Speicher ist stets mit dem Speichern und Wiederauffinden von einzelnen Datenausdrücken befaßt, so daß er Datenblöcke nicht berücksichtigen braucht und damit auch die Probleme von Blöcken mit veränderlicher Länge nicht auftreten. Das Aufrufen der Speicherplätze des schnellsten Speichers erfolgt auf einer Prioritätsbasis anstatt nach dem Rotationsprinzip. Das verwendete Prioritätssystem basiert auf zurückliegenden Vorgängen der Verwendung eines jeden Datenausdruckes, und das System besitzt deshalb zwei inhaltsadressierbare Speicher, von denen einer einen »Prioritätswert« aufnimmt, der jedem Speicherplatz des schnellsten Speichers zugeordnet ist, und deren anderer Details der Hauptspeicheradressen der Datenausdrücke aufnimmt, die in jedem der Speicherplätze des schnellsten Speichers gespeichert sind.

Des weiteren ist es aus »Elektronische Datenverarbeitung« 6/68, Seiten 263-280 bekannt, zur Speicherung von Datenblöcken variabler Länge Grenzadressen dieser Blöcke in einer eigenen Tabelle anzugeben. Hierbei werden Datei-Kennsätze verwendet, die zur Identifizierung, Prüfung, Lokalisierung und Beschreibung der Speicherungsform der Datei dienen und die im Datei-Verzeichnis beim erstmaligen Erstellen der Datei gespeichert werden. In diesen Datei-Kennsätzen sind di' Bereichsgrenzen eingetragen. Zum Aufsuchen einer bestimmten Datei wird der Datenträger-Kennsatz gelesen und geprüft und daraus die Adresse des Dateiverzeichnisses ermittelt. Dann wird das Dateiverzeichnis angesteuert und nach dem Kennsatz für eine bestimmte Datei durchsucht. Wird der Datei-Kennsatz gefunden, eaolgt die Ansteuerung der eigentlichen Datei mit Hilfe der im Kennsatz angegebenen Adressierungsgrenzen, und die Datei wird verarbeitet. Aus einer derartigen Anordnung läßt sich jedoch nicht entnehmen, wie die Adresseneinrichtung für die Ansteuerung eines Speichersystems mit dieser Struktur zu gestalten ist.

Aufgabe der Erfindung ist es demgegenüber, eine Adreßrecheneinrichtungfür einen Großraumspeicher anzugeben, in dem die Daten in Blöcken variabler Länge gespeichert und Dateneinheiten virtuell adressiert werden.

Die Lösung dieser Aufgabe ist im Patentanspruch gekennzeichnet.

Vorteil der Erfindung ist die Schaffung einer einfachen Adressiereifiriehtung für einen Großfäumspeicher bei Verwendung von Blöcken variabler Länge, wodurch sich eine bessere Ausnutzung des Speichers ergibt.

Nachstehend wird ein Ausführungsbeispiel der Erfindung anhand der Zeichnung erläutert.

Fig. 1 zeigt eine Speicheranordnung mit einer Plat-

tcndatei und

Fig. 2 eine Adreßrecheneinrichtung.

Datenaufzeichnungen werden in einem Großraumspeicher in Form einer Plattendatei 1 gespeichert, die herkömmlich ausgeführt sein kann und die aus einer Vielzahl von drehbaren magnetischen Aufzeichnungsplatten und zugeordneten beweglichen magnetischen Auslese- und Aufzeichnungsköpfen besteht. Jede Platte besitzt eine Vielzahl von Aufzeichnungsspuren und jede dieser Spuren ist virtuell in verschiedene Sektoren unterteilt, deren jeder einen adressierfähigen Speicherplatz darstellt. Die Adresse besteht aus einer Folge von Ziffern, die eine bestimmte Platte, eine Spur auf dieser Platte und einen Sektor dieser Spur angeben.

Eine in der Plattendatei 1 zu speichernde Datenaufzeichnung kann vorübergehend in einem Schnellspeicher 2, z. B. einem Kernspeicher gehalten werden, der einem Prozessor 3 zugeordnet ist. Dieser Prozessor 3 erzeugt einen Datenübertragungsbefehl, der die virtuelle Adresse des Spe-dierplatzes in der Plattendatei 1 enthält, an welchem die Datenaufzeichnung beginnen soll. Aus Gründen der einfacheren Erläuterung wird unterstellt, daß die Aufzeichnungen in regelmäßiger Reihenfolge in der Plattendatei 1 aufgezeichnet werden und daß der Prozessor 3 die Adresse des letzten Speicherplatzes festhält, welcher zur Aufzeichnung verwendet worden ist. Die Startadresse für die laufende Aufzeichnung wird deshalb der nächste Platz in der Folge. Es können jedoch erforderlichenfalls andere Verfahren zur Bestimmung der Startadresse verwendet werden.

Die echte Startadresse wird über die Leitung 4 der Adressenauswählvorrichtung 5 aufgegeben, damit die Plattendatei 1 zur Aufnahme der Daten durch Einstellung und/oder Auswahl des entsprechenden Aufzeichnungskopfes bereitgemacht wird. Wenn dies erfolgt ist, bewirkt ein Steuersignal, über das die Leitung 6 in den Kernspeicher 2 eingegeben wird, daß mit der Auslesung der Datenaufzeichnung begonnen wird. Die Daten werden in eine Datenein- und -ausgabevorrichtung 7 eingelesen, die die notwendigen Sektor- und anderen Taktgebersignale aus der Adressenauswählvorrichtung 5 über die Leitung 8 aufnimmt.

Jede Datenaufzeichnung besteht üblicherweise aus einer großen und veränderbaren Anzahl einzelner Datenwörter. Für die Zwecke vorliegender Beschreibung wird davon ausgegangen, daß jedes Datenwort nur einen Speicherplatz einnimmt. Die Lage einer Datenaufzeichnung in der Plattendatei 1 kann somit vollständig dadurch angegeben werden, daß die Adressen der ersten und letzten Speicherplätze, die beim Aufzeichnen der Datenaufzeichnung vewendet v/erüen, angegeben werden. Andererseits kann die Lage der Datenaufzeichnung durch Relativadrcssierung für den Start und die Beendigung der Aufzeichnung und die Startadresse im Speicher spezifiziert werden.

Wird eine Folfjanordnung verwendet, um die Datenaufzeichnungen anfangs in den Speicher einzuführen, wird der Speieher dicht bepackt. Es kann dann erforderlich sein, einige der Aufzeichnungen zu einem späteren Zeitpunkt zu verbessern und einige solche Verbesserungen können die Länge der Aufzeichnungen erhöhen. Dies läßt sich durch Anwendung einer Kettenadressierung erreichen. Bei einer derartigen Anordnung wird der Überlauf aus dem ursprünglichen

Aufzcichtuingsbereich in einem oder mehreren räumlich getrennten Bereichen der Plattendatei 1 aufgezeichnet. Eine Bezugnahme auf den ursprünglichen Bereich ergibt die Adresse des ersten Überlaufbereiches, der erste Uberlaufbereich enthält die Adresse des zweiten Überlaufbereiches usw. Auf diese Weise kann ein Zugriff zu der vollständigen Aufzeichnung erhalten werden, obgleich sie in der Plattendatei 1 in Bruchteilen vorliegt.

Gleichzeitig mit der Übertragung der Aufzeichnung aus dem Kernspeicher 2 in die Plattcndatci 1 steuert der Prozessor 3die virtuelle Adresse der gewünschten informtion in einen Assoziativspeicher 9 herkömmlicher Ausgestaltung über eine Leitung 10 an. Der Aufbau der Adresseninformationen im einzelnen kann entsprechend den Aufzeichnungsverarbcitungsvorgiingcn ausgewählt werden, die von dem Prozessor 3 verwendet werden. Hin zweckmäßiger Aufbau besteht tiarin, die viruieiien Stari- und Sioppaeiressen eines Aufzeichnungsblockes zu spezifizieren, wobei die Kettenadresse der Startadresse des nächsten Blockes der Datei und der Startadresse in der Plattendatei 1 lies Aufzcichnungsblockes entspricht. Dies gilt, wenn das Programm, da der Prozessor 3 steuert, in einer solchen Form geschrieben ist, daß er eine Aufzeichnung durch Bezugnahme auf di? virtuellen Adressen identifiziert. Andererseits können die virtuellen Adressen durch andere Aufzeichnunp;be/iies.irizeigen. z. B. einen Aufzeichnungsnamen oder eine Aufzeichnungszahl, ergänzt oder ersetzt werden. Eine andere Möglichkeit besteht darin, den Aiifzeiehnungsnamcn, die Anzahl von Datenwörtern, die in vorausgehenden Blöcken der Aufzeichnung enthalten sind, die Start- und Stoppadressen im Blockspeicher dieses Blockes, und eine Kettenadresse, die zum nächsten Block führt, anzugeben.

Gleichgültig, welcher Aufbau für die Ansteuerung in den Assoziativspeicher 9 gewählt worden ist, reicht die Information aus, um jede Aufzeichnung oder einen Teil einer Aufzeichnung einschließlich eines individuellen Datenwortes in der Aufzeichnung aus der Plattendatei 1 wiedergewinnen zu können. Die entsprechende virtuelle Aufzeichnungsidentifizierinformation für eine gewünschte Aufzeichnung oder einen Teil einer Aufzeichnung wird über eine Leitung 11 aus dem Prozessor 3 in den Assoziativspeicher 9 eingeführt. Diese Eingangsinformation wird in an sich bekannter Weise effektiv parallel mit der Aufzeichnung verglichen, die einen Teil aller Eingänge in den Speicher 9 identifiziert und alle Eingänge, die gleich der Eingangsinformation sind, werden markiert. Beispiele für Assoziativspeicher, die zur Verwendung im Falle vorliegender Erfindung geeignet sind, können der US-PS 3 339181 oder der GB-PS 973866 entnommen werden. Die markierten Eingänge werden nacheinander aus dem Speicher 9 in eine Adreßrecheneinrichtung 12 ausgelesen, die ferner die Eingangsinformation über die Leitung 11 aufnimmt. Die Adreßrecheneinrichtung 12 bestimmt die echte Adresse der gewünschten Daten in der Plattendatei 1.

Wenn beispielsweise ein bestimmtes Datenwort spe zifiziert wird, kann die Adreßrecheneinrichtung Ii zusammen mit dem Assoziativspeicher 9 aus den vir tuellen Adressen bestimmen, welcher der Aufzeiclv -> nungsblöcke das gewünschte Datenwort enthält, unc berechnet dann die echte Plattendateiadresse diese; Datenwortes. Diese Adresse wird über eine Leitung 13 an eine Andressenauswählvorrichtung 5 gegeben die die Adresse auswählt und die Daten aus der Platin tendatei 1 in den Kernspeicher 2 über die Eingabe-Ausgabevorrichtung 7 in analoger Weise, wie dies in Verbindung mit dem Eintritt von Daten beschrieber worden ist, einliest.

Die speziellen Vorgänge, die von der \drcBrc- \ cheneinrichtung 12 durchgeführt werden, hängen von dem Aufbau der Eingänge in den Speicher 9 und vor der Art der Auswahl ab, beispielsweise, ob ein vollständiger Dateianteil oder ein bestimmtes Datenw· ;i ■I usgc Vv ii!i Ii wciucii Süli. ii'i rig. 1 ist gc/.cigi, wie C'inC

.'ti Adreßrecheneinrichtung 12 ausgebildet sein kann damit sie eine Datenwortadressc in der Plattcndatci 1 berechnet. Wenn das erste vorbeschriebene Formal verwendet wird, spezifiziert die virtuelle Adresse der bestimmten Plattendateibiock.sodaß nur ein Eingang

j'i in den Assoziativspeicher 9 markiert wird. Die Adreßrecheneinrichtung 12 berechnet dann die echte Da'enwortadrc.SM.·, indem sie die virtuelle Startadresst des Da! -.nblockes /12 (virtuelle Startadresse des Blökkes, in dem die gesuchte Dateneinheit steht) von dci

in virtuellen Datenwortadrcsse A\ (virtuelle Adresse der gesuchten Dateneinheit) im Suhtrahierer 14 sub trahiert und das Resultat (A₁-A₂) /ur rechten Block speicher-Startadresse A_x (echte Adresse des Blockes in der die gesuchte Dateneinheit steht) hinzuaddiert

ι [Die echte Datenwortadresse für die Plattendatei 1 wird dann der Adressenauswahl vorrichtung 5 über dii Leitung 13 zugeführt.

Daraus ergibt sich ein augenblicklicher Zugriff zi allen Aufzeichnungsadreßinformationen in dem As

4i, so/iativspeicher 9. Die Adressenberechnung, die vor eier Adreßrecheneinrichtung 12 ausgeführt wird, is einfach und gestattet einen Zugriff zu einem beliebi gen Teil der Plattendatei 1 innerhalb eines Zeitrau mes, der sehr viel kleiner ist, als er sich bei bekannter

4s Systemen für die gleichen Grundzugriffszeiten für di< Plattendatei 1 und den Kernspeicher 2 erzielen läßt Das beschriebene Ausführungsbeispiel ist auf di(

Verwendung einer Plattendatei 1 als Blockspeiche und eines Kernspeichers als Schnellspeicher 2 abge

-,π stellt. Es lassen sich jedoch anstelle der Plattendate andere Arten von Speichern zur Erzielung verg' :ich barer Ergebnisse verwenden. Beispielsweise kann an stelle der Plattendatei 1 eine Magnettrommel oder eit großer, verhältnismäßig langsam arbeitender Kern speicher verwendet werden, und der Schnellspeicher ; kann dünne magnetische Filme oder Halbleitet ent halten. Der Assoziativspeicher 9 kann für verschie dene Verarbeitungsanlagen in einer Muitiplexanlagi zur Verfügung stehen, damit in dieser eine Blockspei

_b0 cherung erzielt wird.

Hierzu 1 Blatt Zeichnungen

Claims

Patentanspruch:

Adreßrecnencinriclitung für einen Großraumspeicher zur Speicherung von Dateneinheiten, in ^r> dem die Lage einer jeden Dateneinheit durch eine echte Adresse gegeben ist, Dateneinheiten vom Prozessor durch virtuelle Adressen aufgerufen werden und in Blöcken gruppiert sind, denen wiederum echte und virtuelle Adressen zugeordnet sind, wobei die virtuellen Adressen die Ordnung der Dateneinheiten innerhalb eines Blockes ausdrücken, und die Zuordnung von virtuellen und echten Adressen durch in einem assoziativen Speicher enthaltene Tabellen gegeben ist, ge- '5 kennzeichnet durch:

a) eine Adressiereinrichtung für den Assoziativspeicher (9), die in Verbindung mit der Organisation des Assoziativspeicher!· derart ausgebildet ist, daß bei Eingabe der virtuellen -° Adresse der gesuchten Dateneinheit die virtuclic Anfangsadresse des diese Dateneinheit enthaltenden Blocks ausgegeben wird;

b) einen der Adreßrecheneinrichtung zugeordneten Subtrahierer (14), der die virtuelle Anfangsadresse des diese Dateneinheit beinhaltenden Blockes von der virtuellen Adresse der gesuchten Dateneinheit subtrahiert;

c) einen der Adreßrecheneinrichtung zugeordneten Addierer (15), der zu dem nach b) er- jo mittelten Ergebnis die im Assoziativspeicher zusammen mit der virtuellen Blockadresse gespeicherte echte Adresse des Blocks, in der die gesuchte Dateneinfieit steht, addiert, wodurch die echte Adresse der gesuchten Da- r> teneinheit ermittelt wi.J.