DE2630323C3

DE2630323C3 - Datenspeichereinrichtung mit einem Hauptspeicher, einem HilfsSpeicher und einer Vorausschaulogik

Info

Publication number: DE2630323C3
Application number: DE2630323A
Authority: DE
Inventors: Peter Leo Lawrence Wilmslow Park Desyllas; John Austin Stockport Jones; Brian John Hyde Procter
Original assignee: Fujitsu Services Ltd
Current assignee: Fujitsu Services Ltd
Priority date: 1975-07-09
Filing date: 1976-07-06
Publication date: 1979-09-20
Also published as: ZA763978B; DE2630323B2; SE7607814L; NL181150C; AU497095B2; HU175243B; DE2630323A1; CS222228B2; JPS5651429B2; GB1515376A; AU1557076A; JPS5210639A; FR2317731B1; NL181150B; FR2317731A1; US4086629A; NL7607479A; SE416500B

Description

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Die Erfindung bezieht sich auf Datenspeichereinrichtungen mit einem Hauptspeicher, einem Hilfsspeicher geringerer Größe, aber mit schnellerem Zugriff als dem so des Hauptspeichers, mit einem Adressenregister, das die Adresse der Wortstelle, zu der zugegriffen werden soll, speichert, mit Speicheradressenschaltungen, die prüfen, ob der Inhalt der von der Adresse im Adressenregister spezifizierten Wortstelle durch ein Gültigskeitsbit als gültig markiert ist, und — wenn dies nicht der Fall ist — das Wort vom Hauptspeicher in den Hilfsspeicher einführen, und mit einer Vorausschaulogik zum Einführen von Datenwörtern aus dem Hauptspeicher in den Hilfsspeicher, bevor sie erforderlich werden. μ

Datenspeichereinrichtungen dieser Art sind z. B. aus IBM Technical Disclosure Bulletin, Volume 15, Nr. 4, September 1972, Seiten UOO und 1101 und US-PS 33 075 bekannt Dabei mufl unter bestimmten Bedingungen die Vorausschauwirkung unterbrochen werden, bis die tatsachlich erforderliche Umspeicherung stattfindet Im Falle der Anordnung nach der vorgenannten IBM-Druckschrift handelt es sich um eine »Pipeline«-Verarbeitungseinrichtung, bei der Befehle zuerst geprüft werden, um herauszufinden, welche Daten sie erfordern, und die entsprechenden Daten vorher abgerufen und in den schnellen Speicher oder Stapel gebracht werden. Zu dem Zeitpunkt, zu dem die entsprechende Vorrichtung zur Ausführung des Befehles bereit ist, stehen die erforderlichen Daten im Stapel zur Verfügung.

Im Falle der vorgenannten US-PS 35 33 075 -enthält die Instruktion die Information, die die Anzahl von Bytes in Operanden angibt, und hieraus läßt sich ableiten, ob der Operand eine Seitenbegrenzung schneidet Wenn dies der Fall ist, wird die Seite, auf die sich der Operand erstreckt, vorher abgerufen. In beiden bekannten Vorschlägen wird die Entscheidung darüber, welche Daten vorher abgerufen werden, nach dem Prüfen des entsprechenden Befehles durchgeführt

Die Verwendung eines hierarchischen Speichersystems stellt eine Möglichkeit dar, die an sich miteinander nicht zu vereinbarenden Forderungen hoher Zugriffsgeschwindigkeit und hoher Speicherkapazität in einem gegebenen Datenspeicher zu vereinen. Derartige hierarchische Speichersysteme sind beispielsweise aus dem Aufsatz »Concepts for Buffer Storage« von C. J. Co η t i in Computer Group News, März 1969, Seiten 9 bis 13 erläutert Grundsätzlich weist ein hierarchisches Speichersystem einen großen, verhältnismäßig langsam arbeitenden Hauptspeicher und einen kleineren, rascher arbeitenden Hilfsspeicher (auch als Pufferspeicher bezeichnet) auf. Wenn ein Speicherzugriff aufgerufen wird, wird dies zuerst im Hilfsspeicher versucht, und nur dann, wenn dies nicht erfolgreich ist, d.h., wenn der zugegriffene Datenausdruck im Hilfsspeicher nicht vorhanden ist, wird der Zugriff aus dem Hauptspeicher vorgenommen. Auf diese Weise wird die effektive mittlere Zugriffszeit für das System im allgemeinen kleiner als die des Hauptspeichers und im Idealfall gleich der des Hauptspeichers. Die Leistungsfähigkeit eines solchen Systems hängt von dem A^orithmus ab, der zum Fortschreiten des Hilfsspeichers verwendet wird. Ein leistungsfähiger Algorithmus gewährleistet, daß der Hilfsspeicher nur mit Daten gefüllt ist, bei denen eine hohe Wahrscheinlichkeit besteht, daß sie in kürzerer Zeit zugegriffen werden.

Allgemein besteht das Grundprinzip der Algorithmen für das Fortschreiben des Hilfsspeichers darin, daß Datenausdrücke, die aus dem Hauptspeicher zugegriffen werden, in den Hilfsspeicher eingeschrieben werden, da kurz vorher zugegriffene Ausdrücke im allgemeinen eine hohe Wahrscheinlichkeit bieten, daß sie wieder benötigt werden. Ferner können Daten im Hauptspeicher in Blöcken angeordnet sein; wenn Daten in einem bestimmten Block zugegriffen werden, kann der ganze Block in den Hilfsspeicher eingeführt werden, da eine hohe Wahrscheinlichkeit dafür besteht, daß andere Daten in diesem Block ebenfalls innerhalb kürzerer Zeit benötigt werden.

In dem vorstehend genannten Aufsatz von C ο η t i ist bereits erläutert, daß Datenblocke vorab abgerufen werden, bevor sie benötigt werden. Bei der dort erläuterten Sektorpufferanordnung sind Hilfsspeicher und Hauptspeicher in eine Anzahl von Sektoren aufgeteilt, und jeder Sektor enthält eine Anzahl von Blöcken von Daten. Jeder Block besitzt sein eigenes Gültigkeitsbit Im Betrieb kann ein beliebiger Sektor des Hilfsspeichers in einen beliebigen Sektor des Hauptspeichers eingetragen werden, so daß er Datenblöcke aus dem Sektor des Hauptspeichers aufnehmen kann.

Zu Beginn sind alle Gültigkeilsbits auf »Null« gesetzt, und wenn ein Datenblock in den Hilfsspeicher eingeschrieben wird, wird sein Gültigkeitsbit auf »Eins« gesetzt. Bei dieser Anordnung werden Gültigkeitsbits Blöcken zugeordnet Insgesamt ist ein derartiges Vorabrufen von Datenblöcken verhältnismäßig unwirksam, da in vielen Fällen das vorherige Abrufen überflüssig ist, in manchen Fällen jedoch verhältnismäßig häufig vorkommt, so daß eine solche Methode dann besonders unwirtschaftlich wird.

Schließlich ist es aus GB-PS 13 43 375 bekannt, in schneiten Hilfsspeichern Wörter durch bestimmte Bits für ungültig zu erklären, wenn das entsprechende Wort im Hauptspeicher geändert wurde.

Aufgabe vorliegender Erfindung ist es, bei einer Speichereinrichtung der gattungsgemäßen Art, bei der Daten vorab abgerufen werden, unabhängig von einer vorausgehenden gründlichen Befehlsanalyse die Anzahl von nichtnotwendigen Vorabrufungen so gering wie möglich zu halten und mit Hufe der Vorausschaulogik jeweils das nächste zu adressierende Wert vorher abzurufen und in den Hilfsspeicher einzuführer:, wenn es dort nicht bereits vorhanden ist.

Gemäß der Erfindung wird dies dadurch erreicht, daß

a) die Vorausschaulogik mit einer Abfrageeinrichtung ausgestattet ist, die im Hilfsspeicher die benachbarten Wortstellen derjenigen Wortstelle auf Vorliegen eines Gültigkeitsbits prüft, die durch die laufende Adresse im Adressenregister angegeben ist, wobei jede Wortstelle im Hilfsspeicher ein Gültigkeitsbit besitzt, das gesetzt wird, wenn Daten in die Wortstelle eingeschrieben werden, und das rückgesetzt wird, wenn die Daten nicht mehr gültig sind;

b) beim Auffinden von Wortstellen, deren Inhalt als gültig in Richtung höherer Adressen oder als ungültig in Richtung niedrigerer Adressen markiert sind, der Inhalt des Adressenregisters verringert wird, oder beim Auffinden von Wortstellen, deren Inhalt als ungültig in Richtung höherer Adressen oder als gültig in Richtung niedrigerer Adressen markiert sind, der Inhalt des Adressenregisters erhöht wird, und

c) der erhöhte oder verringerte Inhalt des Adressenregisters verwendet wird, um entsprechende Wörter aus dem Hauptspeicher in den Hilfsspeicher abzurufen.

Grundsaulich wird also das Schema der Gültigkeitsbits im Hilfsspeicher in der Nihe der Daten geprüft, die gerade adressiert werden, und die Richtung der Folge abgeleitet, d. h. festgestellt, ob die Daten einer Folge zunehmender oder abnehmender Adressen angehören. Auf diese Weise IiBt sich die nächste Adresse in der Folge voraussagen und die echenden Daten lassen sich vorher abrufen.

Der Hilfsspeicher ist in Zellen unterteilt, deren jede zwei Wortpaare enthalt Jedes Wort besitzt sein eigenes Gfiltigkettsbit und kann durch Adressieren der entsprechenden Zelle und durch Auswahl des ereenden Wortes innerhalb der ZeOe zr werden. Wird w> ein Wort zugegriffen, stehen die GaKgkehsbits aller vier Wörter in der gleichen Zelle zur PlMHg₁ und dies ergibt eine ausreichende Information, die ei gestattet, die mögliche Richtung der Folge abzuleiten. Es wird davon ausgegangen, da£ die GflttigkeHsbHs des ω adressierten Wortpaares, d. h. des Wortpaares, das das gerade adressierte Wort Enthalt, beide »Eins« sind, da dieses Wortpaar vermutlich gerade aus dem Hauptspeicher abgerufen worden ist. Somit ist es nur erforderlich, die Gültigkeitsbits des nichtadressierten Wortpaares in der Zelle zu betrachten.

Mit dem erfindungsgemäßen Vorschlag wird erreicht, daß die Anzahl von überflüssigen Vorausschauvorgängen vermindert und die Anzahl von nützlichen Vorausschauvorgängen erhöht wird, indem die Vorausschaulogik in beiden Richtungen vorausschaut, d. h, daß im einfachsten Fall, wenn das Datenwort N adressiert wird, entweder das Wort N +1 oder das Wort N— 1 vorher abgerufen wird, je nachdem, welches Wort in naher Zukunft am wahrscheinlichsten erforderlich ist Während beispielsweise bei bekannten Einrichtungen die Entscheidung darüber, welche Daten vorher abgerufen werden, nach dem Prüfen des entsprechenden Befehles durchgeführt wird, wird im Falle vorliegender Erfindung die Entscheidung durch Prüfen der Umgebung des gerade adressierten Daten wortes im Hilfsspeicher durchgeführt, so daß die Entscheidung getroffen werden kann, bevor der nächste Befehl zur Verfugung steht

Die beschriebene Einrichtung sieht zwei Klassen von Speicherzugriffsbefehlen vor, deren einer eine Vorausschauwirkung ergibt, und deren anderer nicht Befehle der erstsren Klasse sollen nur in solchen Fällen verwendet werden, in denen es wahrscheinlich ist, daß der gerade zugegriffene Datenausdruck einen Teil einer Folge bildet (z. B. zum Zugriff von Instruktionen, die überlicherweise sequentiell gespeichert sind). Somit versetzt die Einrichtung den Programmierer in die Lage, zu spezifizieren, ob eine Vorausschauwirkung erforderlich ist oder nicht und dies ist von großem Wert für die Verringerung der Anzahl von nicht erforderlichen Vorausschauzugriffsvorgängen. Femer werden mit der erfindungsgemäßen Einrichtung Datenausdrücke vorab abgerufen, die einen Teil einer Folge bilden, in der es nicht von vornherein bekannt ist in welcher Richtung die Folge wahrscheinlich enthalten ist, d. h. ob es sich um eine Folge aufsteigender oder absteigender Adressen handelt Unter einer aufsteigenden Folge wird dabei eine Folge mit aufeinanderfolgend zunehmenden Adressen verstanden, und umgekehrt unter einer absteigenden Folge eine Folge mit aufeinanderfolgend abnehmenden Adressen.

Nachstehend wird ein Ausführungsbeispiet der Erfindung in Verbindung mit der Zeichnung erläutert Die Figuren zeigen

F ii g. 1 ein Blockschaltbild der gesamten Datenverarbeitiingseinrichtung,

Fig. 2 eine Speicherzugriffseinheit, die einen Teil der Datenverarbeitungseinrichtung bildet,

F i g. 3 eine Vorausschaulogikschaltung und

F i >t 4 eine Folgesteuerschaltung.

Nach Fig. 1 weist die Datenverarbeitungseinrichtung einen Hauptspeicher 10, eine mikroprcgrammierte Verarbeitungseinheit 11, einen Scheduler 12 und eine Speicherzugriffseinheit 13 auf.

Der Hauptspeicher 10 enthalt verschiedene Arten von Daten einschiLBlich Instruktionen zur Ausführung von Operanden und Deskriptoren mit Hilfe der Einrichtung. Beispielsweise hat der Speicher eine Kapazität von 256 K Wörtern und eine Zujritfszeit von 840 Nanosekunden. Der Speicherzugriffspfad 14 besitzt eine Breite von zwei Wörtern, was bedeutet, daß jeder Zugriff ein Paar \©a Wörtern aus dem Speicher rückführt

Die Speicherzugriffseinheit wirkt als eine Zwischeneinrichtung zwischen der Verarbeitungseinheit 12 und

dem Scheduler U einerseits und dem Mauptspeicher 10 andererseits, indem Speicherzugriffsbefehle aus der Verarbeitungseinheit und dem Scheduler aufgenommen und in der entsprechenden Weise gewartet werden, wobei je nach Erfordernis ein Lese- oder Schreibzugriff zum Hauptspeicher vorgenommen wird. Diese Befehle können echte oder virtuelle Adressen enthalten, und die Speicherzugriffseinheit enthält einen Adressenumsetzer zur Umwandlung virtueller Adressen in echte Adressen, wo dies erforderlich ist

Ferner enthält die Speicherzugriffseinheit einen Datenhilfsspeicher, der ein kleiner, schneller Speicher ist, welcher virtuell adressierte Daten speichert, die wahrscheinlich in Kürze für einen Zugriff benötigt werden.

Das Grundprinzip der Arbeitsweise des Hilfsspeichers besteht darin, daß ein in den Hauptspeicher durch gramm in der Verarbeitungseinheit in gleicher Weise wie andere Instruktionen bewertet, wenn jedoch eine Änderung der Folge angezeigt wird, beginnt das Mikroprogramm mit dem Abrufen der Sprungbestimmungsinstruktion, bevor die Ausführung der laufenden Instruktion abgeschlossen ist Alle vorher vorabgerufenen Instruktionen im Scheduler werden beseitigt.

Die Verarbeitungseinheit ist eine mikroprogrammierte Universaleinheit mit einem Arbeitsspeicher mit 256 Wörtern mit einer Zykluszeit von 125 Nanosekunden, einem Stapelspeicher mit 32 Wörtern mit einer Zykluszeit von 62,5 Nanosekunden und einem Mikroprogrammspeicher, der 8—16 K Wörter hält. Mikroprogramminstruktionen werden normalerweise mit der Geschwindigkeit von einer Instruktion je 125 Nanosekunden ausgeführt, die Zeitsteuerung kann jedoch aufgehalten werden, damit eine Synchronisierung

Datenausdruck auch in den Hilfsspeicher eingeschrieben wird, und in ähnlicher Weise ein Ausdruck, der von einem virtuell adressierten Befehl aus dem Hauptspeicher ausgelesen wird, in den Hilfsspeicher kopien wird. Dieses Prinzip kann für bestimmte Befehle modifiziert werden, generell wird jedoch erreicht, daß vor kurzem zugegriffene Ausdrücke im Hilfsspeicher zur Verfugung stehen. Im Falle eines nachfolgenden Lesebefehles können sie somit automatisch aus dem Hilfsspeicher ohne die Verzögerung, die durch einen Hauptspeicherzugriff auftritt, Zugriffen werden.

Bestimmte virtuell adressierte Lesebefehle zeigen der Speicherzugriffseinheit an, daß der laufende Zugriff wahrscheinlich eine aus einer Folge von fortlaufenden Adressen ist Die Speicherzugriffseinheit behandelt diese Befehle so, daß zuerst das adressierte Wort in der normalen Weise aus dem Hilfsspeicher (falls es dort vorhanden ist) oder aus dem Hauptspeicher zugegriffen wird und daß dann gewährleistet wird, daß der Hilfsspeicher mit dem nächsten Paar von Wörtern in der möglichen Folge (als das Vorausschau-Wortpaar bezeichnet) gefüllt wird Zu diesem Zweck wird ein Test rltirrheeführt. um tu bestimmen, ob das Vorausschau-Wortpaar bereits im Hilfsspeicher vorhanden ist; wenn dies nicht der Fall ist, wird dieses Wortpaar aus dem Hauptspeicher geholt und in den Hilfsspeicher eingeführt. Dies wird als Vorausschaufunktion bezeichnet Im Falle einiger Befehle weist die Vorausschaufunktion eine Entscheidung in bezug auf die wahrscheinliche Richtung der Folge auf.

Die grundlegende Funktion des Schedulers besteht darin, Instruktionen zur Ausführung durch die Verarbeitungseinheit vorher abzurufen, ehe sie benötigt werden, indem Lesebefehle in die Speicherzugriffseinheit eingegeben werden. Der Scheduler decodiert auch jede Instruktion, während die vorausgehende Instruktion gerade durchgeführt wird, und gibt auf Anfrage einen Satz von Parametern, die die Aufgaben definieren, welche durch die Verarbeitungseinheit durchgeführt werden sollen, um die Ausführung der Instruktion zu vervollständigen, in die Verarbeitungseinheit Eine Instruktion wird normalerweise in zwei Aufgaben (in Ausnahmen eine oder drei) durchgeführt, und die Parameter, die in die Verarbeitungseinheit für jede Aufgabe eingeführt werden, weisen normalerweise eine Mikroprogrammstartadresse, eine Aufgabenlängenanzeigevorrichtung, eine Kopie der Instruktion und andere Kennzeicheneinstelhings- und Schleifenzählinformationen auf.

Sprunginstruktionen werden durch das Mikropro-

anucfcr iyuiiiciicii iiiOguCn ist (insbesondere, Uni aiii

Daten aus der Speicherzugriffseinheil zu warten).
Speicherzugriffseinheit

In F i g. 2 nimmt die Speicherzugriffseinheit bei jedem Speicherzugriffsbefehl aus dem Scheduler oder der Verarbeitungseinheit eine Adresse von 30 Bits über einen Multiplexer 20 auf. Die ersten 28 Bits (0—27) dieser Adresse können als die Adresse eines bestimmten, aus vier Wörtern bestehenden Abschnittes des Speichers betrachtet werden, während Bit 28 ein Wortpaar in diesem Abschnitt auswählt und Bit 29 ein Wort des ausgewählten Paares spezifiziert.

Diese Adresse wird in ein Adressenregister 21 übernommen, dessen Bits mit ADO bis AD 29 in der Reihenfolge abnehmender Bedeutung bezeichnet sind.

Der Inhalt des Adressenregisters wird einer Adressenumsetzungseinheit 22 aufgegeben, die virtuelle Adressen in entsprechende echte Adressen umwandelt, und sie dem Hauptspeicher aufgibt Zu diesem Zweck enthält die Adressenumsetzeinheit eine Anzahl von laufenden Seitenregistern, die die echten Basisadressen von Seiten halten, die gerade von dem System verwendet werden, wobei eine Seite als ein Teil mit 256 Worten des virtuellen Speichers festgelegt wird. Um somit eine virtuelle Adresse in eine echte Adresse umzuwandeln, wird zuerst das entsprechende laufende Seitenregister ausgewählt und dann die in diesem Register enthaltene Basisadresse einem Verschiebungsteil der virtuellen Adresse hinzugefügt Wenn die erforderliche Basisadresse in Wirklichkeit nicht in einem der laufenden Seitenregister vorhanden ist, wird ein Unterbrechungssignal in die Verarbeitungseinheit gegeben und leitet eine Mikroprogrammfolge zum Fortschalten der laufenden Seitenregister ein.

Fig.2 zeigt auch den Dateahilfsspeicher 23 der Speicherzugriffseinheit Der Hilfsspeicher ist ein Speicher mit direktem Zugriff, der eine Zugriffszeit von 45 Nanosekunden besitzt und der insgesamt 256 Wörter hält, die in 64 Zeilen mit jeweils vier Wörtern unterteilt sind. Zu einem bn Zeitpunkt ist jede aktive Zelle einem bestimmten Abschnitt aus vier Wörtern des virtuellen Speichers zugeordnet und einzelne beliebige, alle oder keine dieser Wörter können gültige Daten enthalten. Jedem Wort im Hüfsspeicher ist deshalb ein Gültigkeitsbit zugeordnet damit angezeigt wird, ob es gültige Daten enthih. {ede aktive ZeDe enthält auch die virtuelle Adresse des Abscs nut vier Wörtern des virtuellen Speichers, dem sie zugeordnet ist

Wenn die Speieherznheit einen virtuell adressierten Befehl wird eine KontroUadres-

se mit fünf Bits in einer Kontrollcodierschallung 24 aus ausgewählten Bits der virtuellen Adresse im Adressenregister 21 gebildet, und zwar wie folgt:

Konlrollhil

Ableitung

Al)O

(.ΊΟ24) = (AD 12)
(A 1)25)= (Al)\l) A I) 26
11)27

wobei das Symbol die Äquivalenz der beiden Bits bezeichnet.

Diese Kontrolladresse wird dem Adresseneingang des HilfsSpeichers aufgegeben, so daß ein Paar von Zellen ausgewählt wird. Dann wird ein Vergleich zwischen der virtuellen Adresse, die in jeder dieser Zellen gespeichert ist, und den Inhalten des Adressenregjsters vorgenommen. Wird für eine dieser Zellen eine Übereinstimmung festgestellt, wird eine Prüfung durchgeführt, ob das adressierte Wort in dieser Zelle gültig ist. Wenn dies der Fall ist, wird die gewünschte Fortschreibung oder der Lesezugriff zu dem Wort vorgenommen, ist das Wort nicht gültig, wird ein erforderlicher Hauptspeicherzugriff zur Korrektur vorgenommen. Wenn andererseits keine Zelle des Paares den Inhalten des Adressenregisters entspricht, wird die Zelle des zuletT» verwendeten Paares ausgewählt und der neuen virtuellen Adresse wieder zugeordnet. Diese Zelle wird dann in der erforderlichen Weise fortgeschrieben, indem ein Zugriff zum Hauptspeicher vorgenommen wird.

Da der Zugriffspfad zum Hauptspeicher eine Breite von zwei Wörtern besitzt, wird immer dann, wenn ein Wort aus dem Hauptspeicher zugegriffen wird, das andere Wort des Paares auch in die Speicherzugriffseinheit zurückgeführt und in den Hilfsspeicher eingeschrieben.

Es wird jedoch nur das adressierte Wort des Paares in die Verarbeiiungseinheit oder den scheduler zurückgeführt.

Jede Zelle im Hilfsspeicher enthält auch Kennzeichen, die angeben, ob die Daten in dieser Zelle zum Lesen, Schreiben oder zum Durchführen einer Instruktion oder einer Kombination dieser Vorgänge zur Verfugung stehen. Diese Kennzeichen werden in die entsprechenden Zustände gesetzt, wenn die Zelle zugeteilt wird, und werden für Zugriffszulassungsprüfungeii verwendet, wenn die Zelle zugegriffen wird.

Der Hilfsspeicher erzeugt auch zwei Ausgangssignale A WPV und OWPV zur Verwendung bei der Vorausschau-Aktion. A WPV(adressiertes Wortpaar gültig) ist »echt«, wenn beide Wörter des adressierten Wortpaares (d.h. das Wortpaar, das das adressierte Wort enthält) gültig sind, während OrVPV(anderes Wortpaar gültig) »echt« ist, wenn beide Wörter des anderen Paares in der gleichen Zelle gültig sind.

Speicherzugriffseinheit-Funktionen

Die Speicherzugriffseinheit kann eine Vielzahl von Funktionen in Abhängigkeit von Speicherzugriffsbefehlen aus dem Scheduler oder der Verarbeitungseinheit ausführen.

Jede dieser Funktionen beginnt mit einer Folge von Arbeitsvorgängen, die als die Anfangszugriffsfolge bezeichnet ist, in welcher das durch das Adressenregister 21 spezifizierte Wort zum Auslesen oder Fortschreiben zugegriffen und in den Scheduler und/oder die Verarbeitungseinheit zurückgeführt wird. An diese Folge können sich in manchen Fällen ein oder mehrere '< weitere Folgen zur Durchführung der Vorausschaufunktion anschließen.

Im Falle eines Befehls aus der Verarbeitungseinheit wird die spezielle Funktion, die durchgeführt werden soll, durch einen Funktionscode mit fünf Bits in dem in Befehl spezifiziert. Einige dieser Funktionen können eine Vorausschaufunktion enthalten, während andere eine solche Funktion nicht enthalten.

Zwei Beispiele für Funktionen, die keine Vor.iiisschaufunktion enthalten, sind folgende:

RV

Virtuelles Auslesen. Dies ist die Grundfunktion zum Alislesen eines Wortes ans dem virtiieMen S^npicher. DBS Wort wird aus dem Hilfsspeicher oder aus dem -Ή Hauptspeicher ausgelesen, wie oben beschrieben. Es wird eine Auslesezugriffszulässigkeitsprüfung durchgeführt und das Wort wird, wenn diese Prüfung erfolgreich ist, in die Verarbeitungseinheit geführt.

RJ

Auslesesprungbestimmung. Diese Funktion wird zur Einleitung einer Änderung der Instruktionsfolge verwendet. Die Funktion bewirkt, daß ein Wort aus dem virtuellen Speicher wie in RVausgelesen wird. Es wird in eine Ausführungszugriffszulässigkeitsprüfung durchgeführt und das Wort, wenn diese Prüfung erfolgreich ist, sowohl der Verarbeitungseinheit als auch dem Scheduler als die Sprungbestimmungsinstruktion zugeführt. Die virtuelle Adresse des Wortes wird in den Scheduler π als die Sprungadresse eingeführt.

Eine vollständige Liste von Nicht-Vorausschau-Funktionen ist nicht aufgeführt, da sie für das Verständnis der Erfindung nicht wesentlich ist. Es sei jedoch darauf hingewiesen, daß andere solche Funktionen Schreiben funktionen wie auch Lesefunktionen enthalten, und einige dieser Funktionen eine echte Adressierung an Stelle einer virtuellen Adressierung umfassen.

Nachstehend werden die Funktionen angegeben, die durch die Verarbeitungseinheit erzeugt werden und die j "> zu einer Vorausschau führen.

RVLi

Virtuelles Auslesen mit Vorausschau (ein Wort). Diese Funktion dient zum Auslesen eines Ausdruckes

-><> einer Folge von Einzelwortausdrücken, die wahrscheinlich an benachbarten Adressen auftreten, von denen jedoch nicht bekannt ist, ob sie in aufsteigender oder absteigender Folge vorliegen. Dies ist ähnlich der R V-Funktion, kann jedoch eine Vorausschaufunktion enthalten, die weiter unten beschrieben wird.

RVL2

Virtuelles Auslesen mit Vorausschau (Doppelwort). Diese Funktion dient zum Auslesen des höher adressierten Wortes eines Ausdruckes einer Folge von Doppelwortausdrücken, die an aufeinanderfolgenden Adressen vorhanden sind (in absteigender oder aufsteigender Reihenfolge). Dies ist ähnlich RVLI. jedoch mit einer unterschiedlichen Vorausschauaktion.

" RVM

Virtuelles Auslesen, Mehrfachwort. Diese Funktion dient zur Verwendung dort, wo eine Folge vor

Lesezugriffen in einer aufsteigenden Reihe von fortschreitenden Adressen vorgenommen werden. Grundsätzlich ist diese Funktion ähnlich RV, enthält jedoch eine Vorausschau.

R VMF

Virtuelles Les^n, Mehrfachwort, zuerst. Diese Funktion dient zum Vorbereiten des Datenhilfsspeichers für eine Folge von ffVM-Funktionen. Grundsätzlich ist diese Funktion die gleiche wie RVM, mit der Ausnahme, daß sie eint· doppelte Vorausschau-Funktion darstellt.

R/L

Lesesprungbestimmung mit Vorausschau. Diese ist grundsätzlich die gleiche wie RJ, kann jedoch eine Vorausschau enthalten.

Im Falle eines Speicherzugriffsbefehles aus dem Scheduler in SAU wird die folgende Funktion durchgeführt:

RVLS

Virtuelles Lesen mit Vorausschau; Scheduler. Diese Funktion wird von dem Scheduler verwendet, um Instruktionen zur Ausführung vorab zu rufen. Sie kann nicht durch die Verarbeitungseinheit erzeugt werden. Ein Wort wird aus dem virtuellen Speicher ausgelesen, wie in RV, in diesem Fall jedoch wird eine AusführungszugriffszulässigkeitsprUfung durchgeführt. Ist die Prüfung erfolgreich, wird das Wort in den Scheduler zurückgeführt. Daran kann sich eine Vorausschau-Funktion anschließen.

Die Vorausschau-Funktion kann deshalb nur durch sechs unterschiedliche Funktionen angerufen werden, von denen fünf aus der Verarbeitungseinheit und eine aus dem Scheduler kommen.

In allen Fällen umfaßt die Vorausschau-Funktion einen Test, um zu bestimmen, ob das Vorausschau-Wortpaar (d. h. das nächstmögliche Wortpaar in der Foige) im Hiiisspeicher vorhanden ist. ist es dort nicht vorhanden, wird dieses Wortpaar aus dem Hauptspeicher abgerufen und in den Hilfsspeicher eingeführt. Im Falle von R VMF wird das nächste, mögliche Wortpaar wieder geprüft und abgerufen, falls dies erforderlich ist.

Die Funktionen RVM und RVMFwerden, wie oben erwähnt, verwendet, um Folgen von Daten bei aufsteigenden Adressen auszulesen, während die Funktionen R/L und RVLS verwendet werden, um Instruktionen auszulesen, von denen angenommen wird, daß sie in aufsteigender Folge gespeichert sind. Deshalb erfol"t die Vorausschau-Funktion für diese vier Funktionen stets in der Vorwärtsrichtung.

Die Funktionen RVLX und RVL2 andererseits dienen zum Auslesen von Folgen, bei denen nicht bekannt ist, ob die Adressen aufsteigend oder absteigend sind. Die Vorausschau für diese Funktionen schließt deshalb eine Entscheidung mit ein, mit der die wahrscheinliche Richtung der Folge festgelegt wird. Die erste Vorausschau einer Folge kann auf diese Weise in der falschen Richtung erfolgen und somit urpsonst sein, anschließende Zugriffe haben jedoch dann die korrekte Vorausschau.

Wenn einmal eine Vorausschaufunkiion festgelegt worden ist, erhält sie eine höhere Priorität als eine neue Funktionsanfrage.

Vorausschaulogik

Nach Fig. 2 wt-ist die Speicherzugriffseinheit eine logische Vorausschauschaltung 26 auf, die die Vorausschaufunktion steuert. Diese Schaltung steuert die Arbeitsweise einer Addierschaltung 27, die die acht Bits 4Z? 22—29 geringster Bedeutung des Adressenregisters um 0, +2, —2, +4 oder —4 anheben kann, so daß die Adresse des Vorausschauwortpaares erzeugt wird. Die erhöhte Adresse kann in das Adressenregister über den Multiplexer 20 eingeschrieben werden. Wenn ein Überlauf aus dieser Addition eintritt, der anzeigt, daß die Grenze einer 256 Worte umfassenden Seite gekreuzt worden ist, wird die Vorausschaufunktion aufgehoben. Somit kann keine Vorausschau an den Grenzen von Seiten erfolgen.

In F i g. 3 weist die logische Vorausschauschaltung drei Verriegelungen (bistabile Schaltungen) 30-32 und einen Satz von UND-Gliedern 40-53 auf.

Die logische Schaltung nimmt Eingangssignal RVL 1, RVL2, RVM, RVMF, R/L und RVLS während der anfänglichen Zugriffsfolgen dieser Funktionen auf und kann eines von fünf Zuwachssignalen 0, + 2, - 2, + 4 und —4 erzeugen. Diese Zuwachssignale werden der Addierschaltung 27 (Fig. 2) aufgegeben, so daß die Adresse im Adressenregister um den entsprechenden Betrag erhöht wird.

Am Ende einer jeden Anfangszugriffsfolge werden die Zustände der Verriegelungen 30, 31 geprüft. Wenn die Verriegelung 30 gesetzt wird, wird eine weitere Folge, die als DOLA (Vorausschauen)-Folge bezeichnet wird, eingeführt, während dann, wenn die Verriegelung 31 gesetzt wird, eine Folge, die als TRYLA (Versuch einer Vorausschau)-Folge bezeichnet wird, eingeführt wird. Am Ende einer jeden TRYLA-Folge werden die Verriegelungen 31 wieder geprüft, und wenn die Verriegelung 30 gesetzt ist, wird eine DOLA-Folge eingeleitet, während dann, wenn die Verriegelung 31 gesetzt wird, eine andere TRYLA-Folge eingeleitet wird. Am Ende einer jeden DOLA-Folge wird die Verriegelung 31 geprüft und, wenn sie gesetzt wird, wird eine TRYLA-Folge eingeleitet.

Die Verriegelung 30 wird während einer jeden anfänglichen Zugrifistoige und piner TRYLA-Foige getaktet. Die Verriegelung 31 wird normalerweise nur während der anfänglichen Zugriffsfolge getaktet, wird jedoch im Falle einer R VMF- Funktion auch während der DOLA- und TRYLA-Folgen getaktet. Die Verriegelung 32 wird nur während der TRYLA-Folgen getaktet.

Die Arbeitsweise der Vorausschaulogik ist grundsätzlich folgende: Während der Anfangszugriffsfolge wird, wenn die Logik feststellt, daß das Vorausschau-Wortpaar im gleichen Vier-Wort-Abschnitt des Speichers wie das laufend adressierte Wort ist, das entsprechende

Wnrtnflar im Hilf«n*»irhf»r auf i"liilticxiri»it CTAr»nlft

·*"*--! ——[- — — - — - _o O~l —

Wenn das Wortpaar nicht gültig ist (d. h. eines oder beide Wörter nicht gültig sind), wird ein Signal der Verriegelung 30 aufgegeben, das bewirkt, daß die Verklinkung gesetzt wird, wenn sie getaktet ist Eine DOLA-Folge schließt sich somit an.

In der DOLA-Folge wird die erhöhte Adresse aus der Addierschaltung 27 (die die Adresse des Vorausschau-Wortpaares darstellt) in das Adressenregister 21 getaktet, und es wird dann ein Hauptspeicherzugriff vorgenommen, um das Vorausschau-Wortpaar abzurufen und es in den Hilfsspeicher einzuführen. Andererseits wird während der Anfangszugriffsfolge, wenn die Logik feststellt, daß das Vorausschau-Wortpaar in einem anderen Vier-Wort-Abschnitt des Speichers in

Il

Hinblick auf das laufend adressierte Wort vorhanden ist, ein Signal der Verriegelung 31 aufgegeben, das bewirkt, 'aß die Verriegelung gesetzt wird, wenn sie getaktet ist. Deshalb schließt sich eine TRYLA-Folge an.

In der TRYLA-Folge wird die Adresse des Vorausschau-Wortpaares in das Adressenregister getaktet, so daß die entsprechende Zelle des Hilfsspeichers adressiert wird. Gleichzeitig wird ein Signal einem Eingang des UND-Gliedes 40 aufgegeben. Wenn das adressierte Wortpaar im Hilfsspeicher nicht gültig ist (d. h. A WPV = 0), wird dieses Gatter wirksam gemacht, wodurch ein NULL-Zuwachssignal erzeugt und eine Eingabe der Verriegelung 30 aufgegeben wird, wodurch die Verriegelung gesetzt 'v'.rd, wenn sie getaktet ist. Es schließt sich deshalb eine DOLA-Folge an, damit das Vorausschau-Wortpaar abgerufen wird, wie vorstehend beschrieben.

Es ergibt sich somit, daß die Vorausschau-Logik stets prült, ob das Vorausschau-Wortpaar im Hillsspeicher vorhanden ist· ist es nicht vorhanden, wird eine DOLA-Folge eingeleitet, damit das Wortpaar aus dem Hauptspeicher abgerufen wird. Wenn das Vorausschau-Wortpaar im gleichen Vier-Wort-Abschnitt wie das anfänglich adressierte Wort sich befindet, kann die Prüfung unmittelbar vorgenommen werden, da der Zugriff zur entsprechenden Zelle des Hilfsspeichers bereits erfolgt. Wenn andererseits das Vorausschau-Wortpaar in einem anderen Vier-Wort-Abschnitt vorhanden ist, kann die Prüfung nicht unmittelbar vorgenommen werden, so daß eine TRYLA-Folge eingeleitet wird, in der ein Zugriff zur entsprechenden Zelle des Hilfsspeichers vorgenommen wird. Die einzige Ausnahme hierbei ist die R VMF- Funktion, wie weiter unten noch erläutert wird.

Die Arbeitsweise der Vorausschaulogik wird nachstehend im einzelnen für jede Vorausschaufunktion der Reihe nach in Verbindung mit F i g. 3 beschrieben. Zweckmäßigerweise werden die vier Wörter in der Zelle, die während der Anfangszugriffsfolge adressiert werden, als Wörter 0 bis 3 bezeichnet, während die Wörter in den Zellen, die den beiden aufeinanderfolgen-Diese Vorgänge werden nachstehend in einer Tabelle zusammengestellt:

■I/J28, 2M OWPV Glied Erhöhung Folge

41
49

+ 2 + 2

DOLA
TRYLA

RVLX

Wie vorstehend erwähnt, wird diese Funktion vei wendet, wenn nicht bekannt ist, ob die Folge von Adressen aufsteigend oder absteigend ist. Eine Prüfung ist deshalb in diese Funktion eingeschlossen, um die wahrscheinliche Richtung der Folge auf der Basis der verfügbaren Evidenz zu bestimmen. Wenn beispielsweise das Wort 0 adressiert ist und das Wortpaar 2,3 gültig ist, wird angenommen, daß die Folge absteigend ist, während dann, wenn das Wortpaar 2, 3 nicht gültig ist, die Folge als aufsteigend angenommen wird.

Die Vorausschau dieser Funktion wird in der folgenden Tabelle zusammengefaßt:

.-10 28. 29	OWPV	Glied	Erhöhung	Folge
0	1	46	-2	TRYLA
1	0	41	+ 2	DOLA
2	0	44	-2	DOLA
τ,	I	48	+2	TRYLA

RVL2

Diese Funktion umfaßt eine Prüfung in bezug auf die wahrscheinliche Richtung der Folge. Die Prüfung trägt der Tatsache Rechnung, daß das anfangs adressierte Wort als das höher adressieno Wort eines Doppelwortausdruckes angenommen wird.

Die folgende Tabelle zeigt die Vorausschau dieser

ibii Uta

ι uiirvtiwti

sind, als Wörter —4 bis —1 und 4—7 bezeichnet sind.

RJL

Für diese Funktion ist keine Vorausschau notwendig, wenn das adressierte Wort 0 oder 2 ist, da das nächste Wort in der (aufsteigend angenommenen) Folge bereits im Hilfsspeicher vorhanden ist.

Wenn das Wort 1 adressiert wird (d.h. AD28 = 0, AD 29 = 1), und wenn das Wortpaar 2,3 nicht gültig ist (d.h. OWPV = 0\ wird das UND-Glied 41 wirksam gemacht Dies erzeugt ein +2-Signal und setzt auch die Verriegelung 30. Somit wird eine DOLA-Folge eingeleitet, in der das Adressenregister um +2 erhöht wird und auf Wort 3 hinweist Das Wortpaar 2, 3 wird auf diese Weise aus dem Hauptspeicher abgerufen.

Wenn das Wort 3 adressiert wird, wird das UND-Glied 49 wirksam gemacht, es wird +2 erzeugt und die Verriegelung 31 gesetzt Auf diese Weise wird eine TRYLA-Folge eingeleitet in der das Adressenregister um + 2 erhöht wird, so daß es auf Wort 5 weist (d. h. das zweite Wort in der nächsten Zelle). Wenn das Wortpaar 4, 5 nicht gültig ist, wird das UND-Glied 40 wirksam gemacht und die Verriegelung 30 eingestellt Somit wird eine DOLA-Folge eingeleitet, damit dieses Wortpaar aus dem Hauptspeicher abgerufen wird.

AD 28, 29	OWPV	Glied	Erhöhung	Folge
0	0	42	+2	DOLA
0	1	53	-4	TRYLA
1	0	42	+2	DOLA
1	1	47	-2	TRYLA
2	-	50	+2	TRYLA
3	0	45	-2	no L a
3	1	48	+2	TRYLA

RVLS

Da diese Funktion sich nur mit aufsteigenden Folgen befaßt, ist keine Vorausschau notwendig, wenn das Wort 0 oder 2 adressiert wird.

Die Vorausschau-Funktion ist folgende:

AD 28, 29	owpv	Glied	Erhöhung	Folge
0			_	_
1	0	41	+2	DOLA
2	-	—	_	_
3	-	49	+2	TRYLA

R VM

Diese Funktion leitet stets eine TRYLA-Folge ein, wobei die Adresse um +4 erhöht wird.

RVMF

Diese Funktion macht das UND-Glied 52 wirksam und ergibt eine TRYLA-Folge, wobei die Adresse um + 2 erhöht wird. Während der TRYLA-Folge wird die Verriegelung 32 getaktet und damit gesetzt, so daß RVMFi nunmehr »echt« ist.

Während der TRYLA-Folge wird, wenn das adressierte Wortpaar (d. h. das Wortpaar an der erhöhten Adresse) nicht gültig ist, das UND-Glied 40 wirksam gemacht, und es wird eine DOLA-Folge eingeleitet, um dieses Wortpaar abzurufen. Während der DOLA-Folge wird das UND-Glied 51 wirksam gemacht und dies ergibt eine zweite TRYLA-Folge, wobei die Adresse weiter um + 2 erhöht wird. Andererseits wird, wenn das adressierte Wortpaar während der ersten TRYLA-Folge gültig ist, das UND-Glied 51 wirksam gemacht, und die zweite TRYLA-Folge beginnt unmittelbar anschließend daran, ohne daß eine DOLA-Folge zwischengeschaltet wird.

Während der zweiten TRYLA-Folge wird, wenn das adressierte Wortpaar (d. h. das Wortpaar an der zweifach erhöhten Adresse) nicht gültig ist, das UND-Glied wirksam gemacht, wodurch eine DOLA-Folge eingeleitet wird, um dieses Wortpaar abzurufen.

Die Verriegelung wird wieder während dieser zweiten TRYLA-Folge getaktet, und die Verriegelung 32 wird rückgesetzt, da RVMF nun in »falsch« umgewandelt worden ist

Zusammenfassend ergibt sich, daß die R VMF-Funktion gewährleistet, daß zwei Vorausschau-Wortpaare im Hilfsspeicher vorhanden sind. Wenn beispielsweise der Anfangszugriff bei Wort 2 erfolgt, prüft die Vorausschau, ob die Wortpaare 4, 5 und 6, 7 ebenfalls vorhanden sind, und wenn eines von beiden nicht vorhanden ist, wird dieses Paar aus dem Hauptspeicher abgerufen.

Folgesteuerlogik

ι In F i g. 4 ist die Folgesteuerlogik zur Steuerung der verschiedenen Folgen, die von der Speicherzugriffseinheit durchgeführt werden, gezeigt

Drei Schieberegister 51 —53 sind zur Steuerung der Anfangszugriffsfolge, der DOLA-FoI^e und TRYLA- Folgen vorgesehen. Wenn eine dieser Folgen angefor dert wird, wird eine binäre »1« in das linke Ende des entsprechenden Registers eingeführt, und diese »1« wird dann längs des rechten Endes des Registers getaktet, indem eine Serie von Steuersignalen für die

i) Speicherzugriffseinheit erzeugt werden. Wenn die »1« das rechte Ende des Registers erreicht hat, leitet sie eine

Prüfung ein, um festzulegen, welche Folge als nächste

eingeleitet wird, und zwar wie folgt:

Am Ende einer Anfangszugriffsfolge wird, wenn die

2« Verriegelung 30 gesetzt ist, das UND-Glied 64 wirksam gemacht und bewirkt, daß eine »1« in das linke Ende des DOLA-Registers 52 eingeführt wird und somit eine DOLA-Folge eingeleitet wird. Wenn andererseits die Klinke 31 gesetzt wird, wird das UND-Glied 61 wirksam

2> gemacht und bewirkt, daß eine »1« in das TRYLA-Register 53 eingeführt und somit eine TRYLA-Folge eingeleitet wird.

Am Ende einer DOLA-Folge wird, wenn die Verriegelung 31 gesetzt ist, daß UND-Glied 63 wirksam

jo gemacht, und damit eine TRYLA-Folge eingeleitet

Am Ende einer TRYLA-Folge wird, wenn die Verriegelung 30 gesetzt ist, das UND-Glied 65 wirksam gemacht, so daß eine DOLA-Folge eingeleitet wird, während dann, wenn die Verriegelung 31 gesetzt ist, das

j*i UND-Glied 62 wirksam gemacht und damit eine TRYLA-Folge eingeleitet wird.

Wenn alle Folgen abgeschlossen sind, kann eine neue Funktion eingeleitet werden, indem eine »1« in das linke Ende des Registers 51 eingeführt wird, so daß eine neue

4Ii Anfangszugriffsfolge gestartet wird.

Hierzu 2 Blatt Zeichnungen

Claims

Patentanspruch:

Datenspeichereinrichtung mit einem Hauptspeicher, einem Hüfsspeicher geringerer Größe, aber s mit schnellerem Zugriff als dem des Hauptspeichers, mit einem Adressenregister, das die Adresse der Wortstelle, zu der zugegriffen werden soll, speichert, mit Speicheradressenschaltungen, die prüfen, ob der Inhalt der von der Adresse im Adressenregister spezifizierten Wortstelle durch ein Gültigkeitsbit als gültig markiert ist, und — wenn dies nicht der Fall ist — das Wort vom Hauptspeicher in den Hilfsspeicher einführen, und mit einer Vorausschaulogik zum Einführen von Datenwörtern aus dem Hauptspeieher in den Hilfsspeicher, bevor sie erforderlich werden, dadurch gekennzeichnet, daß

a) die Vorausschaulogik (26) mit einer Abfrageeinrichtung ausgestattet ist, die im Hilfsspeicher (23) die benachbarten Wertstellen derjenigen Wortstelle auf Vorliegen eines Gültigkeitsbits prüft, die durch die laufende Adresse im Adressenregister (21) angegeben ist, wobei jede Wortstelle im Hilfsspeicher ein Gültigkeitsbit besitzt, das gesetzt wird, wenn Daten in die Wortstelle eingeschrieben werden, und das rückgesetzt wird, wenn die Daten nicht mehr gültig sind;

b) beim Auffinden von Wortstellen, deren Inhalt als gültig <n Richtung höherer Adressen oder als ungültig in Richtung niedrigerer Adressen markiert sind, der Inhalt des Adressenregisters (21) verringert wird, oöer beim Auffinden von Wortstellen, deren Inhah als ungültig in Richtung höherer Adressen oder als gültig in Richtung niedrigerer Adressen markiert sind, der Inhalt des Adressenregisters (21) erhöht wird, und

c) der erhöhte oder verringerte Inhalt des Adressenregisters (21) verwendet wird, um entsprechende Wörter aus dem Hauptspeicher (10) in den Hilfsspeicher (23) abzurufen.