DE2641722C3 - Hierarchisch geordnetes Speichersystem für eine datenverarbeitende Anlage mit virtueller Adressierung - Google Patents

Description

Die Erfindung bezieht sich auf ein hierarchisch geordnetes Speichersystem für eine datenverarbeitende Anlage mit virtueller Adressierung, das einen peripher zugeordneten Seitenspeicher als Hintergrundspeicher und einen Arbeitsspeicher mit einem Hauptspeicher und einem Pufferspeicher geringer Kapazität und Zugriffszeit besitzt.

Die hierarchische Gliederung von mehreren Teilspeichern zu einem mehrstufigen Speichersystem großer Kapazität und einer günstigen mittleren Zugriffszeit wird inzwischen vielfach verwendet, um nicht nur bei Großrechenanlagen, sondern auch bei mittleren und sogar kleineren datenverarbeitenden Anlagen eine beachtliche Leistungssteigerung zu erhalten. Derartige Speicherarchitekturen sind z. B, in »Elektronische Rechenänlägen«, 1967 auf Seite 122 bis 128 in einem Aufsatz »Pufferspeicher-Architekturen« in ihren Eigenschaften ausführlich dargestellt.

In der Zeitschrift »Umschau 75«, Seiten 621 bis 626 ist eine hierarchisch geordnete Speicheranordnung für eine datenverarbeitende Anlage mit virtueller Adressierung bekannt, die einen Hintergrund-, einen Haupt- und einen Pufferspeicher enthält und fünf Speicherebenen aufweist. Dabei ist der dort dargestellte Registerspeicher mit einem schnellen Arbeitsregister eines Prozessors vergleichbar, während die niedrigsten Hierarchiestufen Magnetband- und Magnetplattenspeicher sind, die in ihrer Funktion als Hintergrundspeicher bekannt sind. Das zwischen diesen Hierarchieebenen liegende Arbeitsspeichersystem ist zweistufig ausgebildet

Aus der DE-OS 23 10 631 ist außerdem eine dreistufige Speicherhierarchie, bestehend aus einem

ίο Hochgeschwindigkeitsspeicher, einem Zwischenspeicher und einem Niedriggeschwindigkeitsspeicher bekannt Die Speicherelemente sind dabei in jeder Ebene in Blocks gleicher Größe zur Speicherung von Datenseiten aufgeteilt, wobei jede Seite auf jeder Ebene

!5 ihre eigene Adresse hat Der Prozessor selber hat nur Zugriff zum Hochgeschwindigkeitsspeicher. Außerdem sind programmgestaltende Mittel sowohl für Datenzugriffsanforderungen als auch zum Auswechseln von kürzlich am wenigsten benutzten Datenseiten in einer Ebene mit neuen Datenseiten von anderen Ebenen vorgesehen, wobei der Zwischengeschwindigkeits- und der Niedriggeschwindigkeitsspeicher mit einer größeren Anzahl Schieberegister unter Ausnutzung von magnetischen zylindrischen Einzelwanddomänen zur

Informationsdarstellung versehen sind.

In allen hierarchisch gegliederten, mehrstufigen Speichersystemen sind die vollständigen Programme der einzelnen, simultan in der datenverarbeitenden Anlage ablaufenden Prozesse nur in der niedrigsten Speicherstufe, hier als Seitenspeicher bezeichnet, abgelegt Jeder Teifspeicher der höheren Hierarchiestufe enthält nur mehr Teile dieser Programme. Deshalb sind die Ladestrategien für diese Speichersysteme wesentlich und bestimmen weitgehend ihre Eigenschaf-

J5 ten.

Üblicherweise adressieren bei einem solchen Speichersystem der Zentralprozessor oder auch mehrere Prozessoren der datenverarbeitenden Anlage bei einem Speicherzugriff zunächst der. Teilspeicher der höchsten Hierarchiestufe. Erst bei einem sogenannten »Miss«, d. h. wenn das gesuchte Speicherwort dort nicht enthalten ist, wird zu der nächstniedrigeren Hierarchiestufe zugegriffen.

Da ein derartiger Miss in einem Teilspeicher durchaus

unterschiedliche Folgen haben kann, sei hier zunächst folgendes definiert: Bis auf den Seitenspeicher, der als Hintergrundspeicher aufzufassen ist, werden alle Teilspeicher der höheren Hierarchiestufe als Arbeitsspeichersystem bezeichnet, in dem ein Miss in einer höheren Hierarchiestufe immer noch einen unmittelbaren Zugriff zu der nächstniedrigeren Hierarchiestufe erlaubt. Erst ein Miss im gesamten Arbeitsspeichersystem erfordert einen Seitenwechsel, d. h. ein Holen einer Speicherseite aus dem Seitenspeicher.

Diese Speicheroperation »Seitenwechsel« ist jedoch sehr umfangreich, da sie vielfach erst ein Auslagern einer bisher im Arbeitsspeichersystem abgelegten Speicherseite erfordert, um für die fehlende Speicherseite Platz zu schaffen. Wegen des dabei erforderlichen Zeitaufwandes bedingt ein solcher Seitenwechsel auch gleichzeitig einen Prozeßwechsel, d. h. ein Ablösen des gerade in Bearbeitung befindlichen Prozesses durch einen Folgeprozeß, um den anfordernden Prozessor nicht im Wartezustand halten zu müssen und damit die Leistungsfähigkeit der datenverarbeitenden Anlage zu sehr zu senken.

Diese Nachteile der Ladestrategie eines Seitenwechsels auf Anforderung haben zu dem Vorschlag geführt,

jedem Prozeß, sobald er einen inaktivierten Prozeß ersetzt, wieder seinen bisher aktuellen Speicherbereich im Arbeitsspeichersystem zur Verfügung zu stellen. Dies bedeutet zunächst nur, fPr einen Prozeß zu Beginn eines neuen Bearbeitungszeitraums die Anzahl der Seitenrahmen im Hauptspeicher bereitzuhalten, die er im vorhergehenden Bearbeitungszeitraum für Speicherseiten benötigte, zu denen ein Speicherzugriff erfolgte. Das hat den Vorteil, daß für einen Prozeß beim Prozeßwechsel im Arbeitsspeichersystem zunächst genügend Speicherplatz verfügbar ist, denn eine zwischen überschriebene Speicherseite kann unmittelbar aus dem Seitenspeicher geholt werden, ohne zuvor eine Speicherseite aus dem Arbeitsspeichersystem auslagern zu müssen.

Darüber hinaus wurde aber auch bereits vorgeschlagen, einem erneut in Bearbeitung genommenen Prozeß seinen bisher aktuellen Speicherbereich unmittelbar, d. h. die im Programmablauf vorher benötigten Speicherseiten selbst gleich zu Beginn des neuen Bearbeitungszeitraums zur Verfugung zu stellen. Diese Ladestrategie vermindert erheblich die Anruhl der Seitenmiss, die einen Seitenwechsel verursachen. Ein Miss kann dann nur noch auftreten, wenn sich in einem Bearbeitungszeitraum der bereitgestellte aktuelle Speicherbereich in seinem Umfang ändert Völlig auszuschalten ist damit ein Seiten- und darauf auch beruhender Prozeßwechsel allerdings nicht

Nun genügt es nicht, nur einem aktiven Prozeß seinen aktuellen Speicherbereich in der niedrigsten Hierarchiestufe des Arbeitsspeichersystems, vielfach als Hauptspeicher bezeichnet, bereitzustellen. Vielfach erweist es sich auch als zweckmäßig, darüber hinaus auch die aktuellen Speicherbereiche anderer gerader inaktiver Prozesse dort noch bereitzuhalten, weil diese z. B. nur auf den Eintrag einer Speicherseite aus dem Seitenspeicher oder auf die Beendigung einer Ein-/Ausgabe-Operation von einem peripheren Gerät der datenverarbeitenden Anlage warten.

Dazu kommt weiterhin, daß das Betriebssystem der datenverarbeitenden Anlage selbst einen relativ großen Teil der Kapazität des Arbeitsspeichersystems belegt, da verschiedene Betriebssystemfunktionen speicherresident gehalten werden müssen, weil sie häufig aufgerufen werden. Im Multiprogramm-Betrieb datenverarbeitender Anlagen mit virtueller Adressierung sind dies insbesondere auch die Seitenwechsel- und Adreßübersetzungsroutinen mit der Vielzahl von für jeden Prozeß gesondert geführten Adreßübersetzungstafeln, die auch durch das Betriebssystem der datenverarbeitenden Anlage verwaltet werden.

So wird hereits bei heutigen datenverarbeitenden Anlagen je nach Ausbaustufe und Anzahl der simultan zu verarbeitenden Prozesse eine Arbeitsspeicherkapazität von einigen MB benötigt. Die für speicherresidente Systemfunktionen benötigte Speicherkapazität kann dabei ohne weiteres in der Größenordnung von 100 KB liegen. Da bei hierarchisch geordneten Speichersystemen jeder Teilspeicher einer höheren Hierarchiestufe immer wieder nur einen Teilbereich der nächstniedrigen Hierarchiestufe übernimmt, bedeutet dies eine Hauptspeicherkapazität in der Größenordnung von MB.

Derartig große Hauptspeicher sind aber so teuer, daß man hier versuchen muß, die Voraussetzungen dafür zu schaffen, auch billigere Speichermedien, wie z. B. CCD-Speicher, verwenden zu können. Beim heutigen Stand der Technologie fiab^n diese billigeren Speichermedien jedoch ganz allgemein um eine Größenordnung längere Zngriffszejten, die dann die Leistung des datenverarbeitenden Systems stark beeinträchtigen. Der Erfindung liegt daher die Aufgabe zugrunde, ein hierarchisch geordnetes Speichersystem der eingangs ■> genannten Art zu schaffen, das es von seiner Struktur her erlaubt, für den Hauptspeicher ein kostengünstiges Speichermedium trotz einer längeren Zugriffszeit ohne Verminderung der Systemleistung zu verwenden, wobei die Zugriffszeit der genannten Speicherhierarchie

ίο gegenüber der bekannten Anordnungen erhöht wird

Die erfindungsgemäße Lösung dieser Aufgabe ist gekennzeichnet durch einen als langsamen Speicher ausgebildeten Hauptspeicher mit einer ausreichenden Speicherkapazität zum Speichern der aktuellen Speicherbereiche aller laufenden Prozesse, die im Multiprogramm-Betrieb simultan verarbeitet werden, durch einen in der Speicherhierarchie zwischen den prozessornahen Pufferspeicher und den Hauptspeicher eingeschobenen und als schnellen Speicher ausgebilde ten Seitenpuffer, in dem neben sr-r.icherresidenten Systemfunktionen die aktuellen Speicherbereiche eines aktiven Prozesses und seines Folgeprozesses in einem Bearbeitungszeitraum speicherbar sind und durch einen Mikroprozessor, der selbständig, lediglich ausgelöst durch das Betriebssystem der datenverarbeitenden Anlage, den Speicherplatz im Seitenpuffer verwaltet und den Transport der Programmdaten zwischen dem Hauptspeicher und dem Seitenpuffer bei Prozeßwechseln steuert sowie durch einen Zentralprozessor, dem

JO ein Adreß-Speicher zugeordnet ist, der über ein Kanalwerk, über das benötigte Speicherdaten bei der Aktivierung eines Programms in den Hauptspeicher und den Seitenpuffer geladen werden, Zugriff zu dem Seitenspeicher hat und durch die Serienschaltung vom Zentralprozessor, Pufferspeicher, Seitenpuffer, Mikroprozessor und Hauptspeicher.

Dieses Speichersystem besteht aus einem dreistufigen Arbeitsspeichersystem und einem Seitenspeicher. F.rsteres enthält einen Seitenpuffer, in dem während des Bearbeitungszeitraumes eines Prozesses bereits der aktuelle Speicherbereich des in der Warteschlange folgenden Prozesses eingestellt werden kann. Bei einem Prozeßwechsel stehen daber die Programmdaten des nächsten Prozesses bereits im Seitenpuffer. Dieser kann trotzdem relativ klein sein, da er außer den Seitcnrahmcn für zwei aktuelle Speicherbereiche von Prozessen von beispielsweise 128 KB nur noch eine entsprechende Kapazität für einige wenige, immer wieder schnell benötigte Betriebssystemroutinen enthalten muß. Für den Seitenpuffer reicht daher eine Kapazität von 256 bis 512 KB aus, so daß man dafür auch noch kostengünstig ein schnelleres Speichermedium verwenden kann. Im Grunde beschränkt sich die Systemzugriffszeit bei einer derartigen Struktur des Arbeitsspeichersystems auf die Zugriffszeit zu den beiden Arbeitsspeicherstnfen Pufferspeicher und Seitenpuffer, so daß auch hier etwa die gleiche Leistung wie bei einem zweistufigen Arbeitsspeichersystem mit schnelleren Speichermedien erreichbar ist.

Ein weiterer wesentlicher Vorteil dieser erfindungsgemäßen Lösung besteht darin, daß sich ein derartig ausgebildetes Speichersystem ohne weiterem auch durch bereits bestehende Betriebssysteme verwalten läßt. Das ist hier darauf zurückzuführen, daß der Speicherplatz im Seitenpuffer durch Hnen eigenen Mikroprozessor verwaltet wird. Er führt dafür notwendige Tabellen selbständig, nimmt durch diese Lösung bedingte, zusätzliche Einträge in vom Betriebssystem geführten

Systemtabellen vor und steuert den Transport der Programmdaten zwischen dem Hauptspeicher und dem Seitenpuffer. Für das Betriebssystem gleicht daher dieses dreistufige Arbeitsspeichersystem scheinbar einem zweistufigen Arbeitsspeichersystem, bestehend aus einem schnellen Pufferspeicher und einem Hauptspeicher. Die erfindungsgemäße Änderung der Struktur des Arbeitsspeichersystems erfordert daher jedenfalls nur so geringfügige Anpassungen im Betriebssystem der datenverarbeitenden Anlage, daß der Aufwand dafür vernachlässigbar ist.

Besonders vorteilhaft kommen die Eigenschaften dieser Lösung im Vergleich zu bekannten Speichersystemen bei einer Weiterbildung der Erfindung zum Ausdruck, die dadurch gekennzeichnet ist, daß der Hauptspeicher als CCD-Speicher und der Seitenpuffer als MOS-Speicher ausgebildet ist. Bei diesen Speichermedien kann der Hauptspeicher besonders kostengünstig mit einer entsprechenden Speicherkapazität ausgestattet werden und zugleich der Seitenpuffer infolge seiner geringeren Kapazität aus einem teueren Speichermedium aufgebaut werden, das jedoch eine günstige Zugriffszeit ermöglicht.

Ein Ausführungsbeispiel der Erfindung wird im folgenden anhand der Zeichnung näher erläutert. Dabei zeigt

Fig. I schematisch ein Blockschaltbild einer datenverarbeitenden Anlage mit einem erfindungsgemäß ausgebildeten Speichersystem.

F i g. 2 ein Blockschaltbild für eine zweistufige Übersetzungseinrichtung zum Übersetzen von virtuellen in reelle Adressen mit den entsprechenden Adreßübersetzungs-Tafeln.

F i g. 3 bis 6 weitere Systemtafein, die bei der Speicherplatzverwaltung bzw. zum Steuern von Speicheroperationen benötigt werden,

F i g. 7 anhand eines Blockschaltbildes schematisch einen Vorgang des Blockierens von Speicherseiten im Arbeitsspeichersystem, die gegen ein Auslagern in den Seitenspeicher geschützt v. erden müssen.

F i g. 8 den umgekehrten Vorgang des Freigebens blockierter Speicherseiten,

Q Kpi

Prn?pRu/pr*hcf*l fit*n Vrkrcranu

Bereitstellens von Steuerinformationen über einen abzulösenden Prozeß,

Fig. IO in einem Blockschaltbild den Vorgang des Sicherstellens von Programmdaten des abzulösenden Prozesses und des Bereitstellens von Steuerinformationen über den Folgepfozeß und

F i g. 11 in einem Blockschaltbild die Steuerung des Bereitstellens des aktuellen Speicherbereiches eines Folgeprozesses b~i einem Prozeßwechsel.

In F i g. I ist schematisch eine datenverarbeitende Anlage für virtuelle Adressierung mit einem hierarchisch aufgebauten Speichersystem anhand eines Blockschaltbildes dargestellt. Ein stellvertretend für mehrere Prozessoren angegebener Zentralprozessor ZP, dem ein kleiner Adreßspeicher A TM zugeordnet ist, verkehrt mit einem dreistufigen Arbeitsspeichersystem, bestehend aus einem schnellen Pufferspeicher CA geringer Kapazität und kurzer Zugriffszeit, einem Seitenpuffer SPin MOS-Technik und einem Hauptspeicher HSP in CCD(Charge-Coupled-Devices)-Technik. Die beiden obersten Hierarchiestufen enthalten je eine Hit/Miss-Logik HML, die festzustellen erlaubt, ob ein Speicherzugriff aus dem jeweiligen Speicher bedient werden kann. Zwischen dem Seitenpuffer SP und dem Hauptspeicher HSP ist ein Mikroprozessor MP dargestellt, um schematisch anzudeuten, daß dieser den

Datenaustausch zwischen den beiden Speichern steuert. Die niedrigste Hierarchiestufe schließlich bildet ein Hintergrund- oder Seitenspeicher SSP, der z. B. als

Wechselplattenspeicher aufgebaut ist und die Programme aller gerade bearbeiteten Prozesse vollständig speichert. Zu ihm kann nur über ein dem Zentralprozessor ZP zugeordnetes Kanalwerk KW zugegriffen werden, über das benötigte Speicherdaten bei der

ίο Aktivierung eines Programms in den Hauptspeicher HSPund den Seitenpuffer SPgeladen werden.

Hierarchisch angeordnete Arbeitsspeichersysteme erlauben bekanntlich die Leistungsfähigkeit eines oder mehrerer schneller Prozessoren der datenverarbeiten-

:> den Anlage dadurch auszunutzen, daß möglichst viele Speicherzugriffe aus einem Speichermedium mit möglichst kurzer Zugriffszeit bedient werden. Mit Rücksicht auf die Kosten für ein schnelles Arbeitsspeichersystem und die gegenläufige Forderung nach einer kurzen

2i) mittleren Zugriffszeit sollen bei dem dargestellten dreistufigen Arbeitsspeichersystem in einem Programmlauf nur ca. 95% der Speicherzugriffe aus dem schnellen Pufferspeicher CA und die restlichen 5% möglichst vollständig aus dem Seitenpuffer SP bedient

.'■ werden können.

Dazu muß im Pufferspeicher SP der jeweils aktive Speicherbereich eines Prozesses enthalten sein, mit dem man denjenigen Ausschnitt aus seinem virtuellen Speicher bezeichnet, zu dem in einem Bearbeitungszeit-

iii raum zugegriffen wird. Die Größe dieses Bereiches ist selbstverständlich programmabhängig. Häufig umfaßt er etwa 32 Speicherseiten, wie Untersuchungen ergeben haben. 64 Speicherseiten mit jeweils 2KB werden deshalb sicherlich nur in seltenen Fällen überschritten.

'.'· Deshalb werden hier einem aktiven, d. h. durch die datenverarbeitende Anlage gerade zu bearbeitenden Prozeß in einem Teil T3 bzw. 7" 4 des Seitenpuffers SP 128 KB, d. h. 64 Speicherseiten zur Verfügung gestellt, die beiden ersten Teile Tl bzw. 7*2 des Seitenpuffers SP

i" sind dem Betriebssystem vorbehalten, wie in der Zeichnung durch Schraffuren angedeutet ist.

Der Hauptspeicher HSP ist so groß gewählt, daß er

allp abtiupn <^rw*irhprhprpir»hp Hpr im Milltinrnaramm.

Betrieb gerade laufenden Prozesse aufnehmen kann.

• ■ Dann ist bei einem Prozeßwechsel nur ein Datentransport zwischen Hauptspeicher HSPund Seitenpuffer SP erforderlich. Auch dieser Aufbau verhindert nicht, daß Änderungen im aktiven Speicherbereich eines Prozesses zu einem Seitenfehler führen, bei dem eine

^j' Speicherseite erst aus dem Seitenspeicher SSP in den Hauptspeicher HSP übertragen werden muß. Diese Speicherseite ersetzt dabei eine nicht mehr beiioligte oder die am längsten im Hauptspeicher HSP stehende Speicherseite des aktiven Speicherbereiches dieses

"·"· Prozesses.

Diese Speicherstruktur erfordert eine entsprechende Speicherplatzverwaltung. die im folgenden erläutert werden soll. Es wurde bereits darauf hingewiesen, daß die beiden schraffierten Teile TX bzw. T2 des

«' Seitenpuffers SP für Speicherdaten aktiver Prozesse nicht zugänglich sind. Der erste Teil TX des Seitenpuffers SP ist häufig benutzten, deswegen speicherresident gehaltenen Betriebssystemfunktionen der datenverarbeitenden Anlage vorbehalten. Der

>■■'< zweite Teil T2 im Seitenpuffer SP ist für die Programme und Tabellen von Betriebssystemfunktionen reserviert, die der Speicherpiatzverwaitung, wie der Adreßübersetzung oder einem Seitenwechsel dienen.

Einen großen Anteil nehmen dabei die Systemprogramme und Tabellen für die Adreßübersetzung ein, da bekanntlich jedem Prozeß eigene Übersetzungstafeln zum Übersetzen virtueller in reelle Speicheradressen zugeordnet sind.

Die als solche bekannte Übersetzungsroutine wird nachfolgend nur insoweit anhand von Fig. 2 angedeutet, all sie zum Verständnis im vorliegenden Fall erforderlich ist. Eine vollständige virtuelle Adresse VAD besteht aus einer virtuellen Blocknummer VBN, einer virtuellen Seitennummer VSN und einer Wortadressc WA. die hier in einem SpeichcradreBregister gespeichert sein soll. Zu der hier als Beispiel angedeuteten zweistufigen Adreßübersel/ting gehören zwei verschiedene Arten von Übersetzungstabellen, die virtuellen Blocktafeln VßTund die virtuellen Seitentafeln VST. Erstere sind in F i g. 2 als eine einzige Tabelle dargestellt. Zu ihnen kann mit Hilfe einer in einem Register nieder^slc'.er! Bssis¹"*.'''*;;*** V^aT-B 7U"C'*rii~ fen werden. Die Blocktafeln VBT enthalten in konsekutiver Folge eine Eintragszeile für jede virtuelle Blocknummer VBN jedes von π Prozessen. Die Eintragszeile enthält im wesentlichen eine Basisadresse VST-B für eine von mehreren virtuellen Seitentafeln VST. die Analog den Blocktafeln aufgebaut sind und in konsekutiver Reihenfolge jeder virtuellen Scitcnrmnimer VSN eine reelle Seitennummer RSN zuordnen, die einen Seitenrahmen des Hauptspeichers HSP bezeichnet.

Bei wiederholten Zugriffen zu einer Speicherseite wird n' ht jedesmal die Adresse neu übersetzt. Dafür ist eine übersetzte reellle Seitennummer RSNauch in einer Eintragszcile eines Adreßspeichers A TM zwischengespeichert. Diese Eintragszeile wird mit einer Zwischenspeicheradresse ZAD adressiert, die aus einem Teil der virtuellen Blocknummer VBN und der virtuellen Seitennummer VSN gebildet ist. Die Eintragszeile im Adreßspeicher ATM enthält neben der reellen Seitennummer RSN, die zusammen mit der Wortadressc WA nun eine vollständige reelle Speicheradresse RAD ergibt, weitere Kennzeichnungseinträge, die fallweise auch bei anderen Systemtabellen verwendet und im ein/einen noen erläutert werden. Diese Adretiuoersetzungstafeln VßTund VSTsollen im zweiten Teil Tl des Seitenpuffers SPabgelegt sein, der Adreßspeicher A TM jedoch ist im allgemeinen als eigener, kleiner Speicher aufgebaut und dem Zentralprozessor — wie in F i g. I angedeutet — unmittelbar zugeordnet.

Die virtuellen Seitentafeln VST beschreiben an sich mittelbar den aktuellen Inhalt des Hauptspeichers HSP. Es ist heute jedoch vielfach üblich, die Seitenzuordnung im Hauptspeicher durch eine einzige Systemtabelle, die Seitenzuordnungstabelle HSA /"unmittelbar zu definieren, die in F i g. 3 schematisch dargestellt ist. Sie enthält eine der Anzahl der Seitenrahmen des Hauptspeichers HSP entsprechende Anzahl von Eintragszeilen, die in konsekutiver Folge durch die zugeordnete reelle Seitennummer /?5/Vadressierbar sind. In jeder Eintragszeile ist die Belegung des Seitenrahmens entsprechenden reellen Speicherseite durch eine Prozeßnummer PR und die virtuelle Adresse der enthaltenen Speicherseite, d. h. durch eine virtuelle Blocknummer VBN und eine virtuelle Seitennummer VS/Vbeschrieben.

Im vorliegenden Fall enthält der zweite Teil TI des Seitenpuffers SP eine weitere, der Seitenzuordnungstabeüe HS/47" für den Hauptspeicher HSP vergleichbare Tabelle, die die aktuelle Belegimg des Seitenpuffers SP wiedergibt Diese Seitenzuordnungstabelle SPA T für den Seitenpuffer SP ist in Fig. 4 schematisch dargestellt. Ihre Eintragszeilen bezeichnen nach reellen Adressen der Seitenrahmen im Datenteil des Seitenpuffers SP geordnet, die dort gerade enthaltenen Speicherseiten mit Hilfe der Prozeßnummer PR und der reellen Seitennummer RSN.

Diese vorstehend beschriebenen Tabellen dienen der Organisation eines Speicherzugriffes einschließlich des Umladens von Speicherseiten in eine höhere bzw. niedrigere Hierarchiestufe des Speichersystems. Daneben gibt es weitere, vom Betriebssystem verwaltete Systemtabellen, die jedoch hier nur angedeutet werden, wenn sie im vorliegenden Fall mitverwendet werden.

Dies gilt z.B. für eine in Fig. 5 schematisch dargestellte Prozeßnummerntabelle PNT, die einen Überblick über die zu verarbeitenden Prozesse unabhängig von ihrem aktiven oder inaktiven Zustand erlaubt. Jedem durch seine Prozeßnummer PR bezeich-

Eintragszeile zugeordnet. Diese enthält neben der Basisadresse ATM-B für die prozeßbezogenen Einträge im Adreßspeicher ^TMund weiteren Kennzeichnungsbits vor allem auch eine reelle Basisadresse PBT-B für einen Block mit Steuerdaten. der in einer weiteren Systemtabelle, der in F i g. 6 schematisch dargestellten Prozeßsteucrblock-Tabelle PBT enthalten ist. Diese Systemtabelle enthält alle Steuerdaten für einen Pro/eßwcchsel. Im vorliegenden Zusammenhang bedeutet dies vor allem, daß in dem einem Prozeß zugeordneten Prozeßsteuerblock unter anderem der bisher aktuelle Speicherbereich des Folgepro/esses PR anhand der reelen Seitennummern RSN aufgelistet ist, deshalb sind nur hier interessierende Einträge aufgeführt.

Die vorstehende Erläuterung des Inhalts des Seitenpuffers .5P wäre ohne Hinweis auf die den Programmdaten zugänglichen Teile dieses Speichers unvollständig. Wie erwähnt, ist im Seitenpuffer SPfür den Speicherbereich eines gerade aktiven Prozesses eine Speicherkapazität von beispielsweise 128KB vorgesehen. Nun muß aber bei einem Prozeßwechsel der zu aktivierende Speicherbereich des Folgeprozesses sequentiell zu dem Hauptspeicner m>r in den Seitenputter SH über eine z. B. nur 8 Byte breite Schnittstelle übertragen werden. Um trotzdem Wartezeiten bei einem Prozeßwechsel zu vermeiden und auch hier einen Vorteil gegenüber der bisherigen Ladestrategie des Ladens einer Speicherseite auf Anforderung zu erreichen, soll der aktuelle Speicherbereich für einen Folgeprozeß bereits während der Bearbeitung des vorhergehenden Prozesses in den Seitenpuffer SPeingetragen werden. Aus diesem Grund sind zwei gleichgroße Teile 7"3 und 7~4 des Seitenpuffers SP für die aktuellen Speicherbereiche zweier aufeinanderfolgender Prozesse vorgesehen, so daß zu jedem Zeitpunkt ein Teil zur Programmbearbeitung und ein weiterer Teil zum Laden des Folgeprozesses zur Verfügung steht. So wird die Zugriffszeit des dreistufigen Arbeitsspeichersystems aus Pufferspeicher CA, Seitenpuffer SP und Hauptspeicher HSP, auf die Zugriffszeit eines zweistufigen Speichersystems mit Pufferspeicher CA und Seitenpuffer SPreduzierL

Für ein derartiges hierarchisch ausgebautes Arbeitsspeichersystem eine völlig neue Speicherplatzverwaltung zu schaffen, wäre wegen des Aufwandes an dafür neu zu erstellender Software unzweckmäßig. Daher muß sich die Speicherp'.a'zverwakup.g für den Seitenpuffer SPund den Hauptspeicher HSPm Betriebssysteme für vorhandene hierarchisch aufgebaute Arbeits-

Speichersysteme mit einem Cache und einem Hauptspeicher ohne weiteres einfügen lassen. Die Verwaltung des Speicherplatzes im Seitenpuffer SP übernimmt daher ein eigener Mikroprozessor MP. Dessen Aufgabe ist es insbesondere, den aktuellen Speicherbereich des jeweiligen Folgeprozesses zu laden und Speicherseiten im Seitenpuffer 3P im Falle von Ein-/Ausgabe-Operationen oder bei Seitenwechseln gegen ein Überschreiben zu blockierei. Der Mikroprozessor MP wird durch Signale des Zentralprozessor ZP aktiviert, die dieser aufgrund eines bestehenden Betriebssystems abzugeben vermag. Weitere Steuersignale für den Mikroprozessor MP werden aus den bereits erwähnten Kenn/eichmingsbits in den Einträgen der Systemtabellen abgelei let. Die Bedeutung dieser Kennzeichnungsbits soll daher nunmehr erläutert werden:

Der vollständige Satz dieser Kennzeichnungsbits ist z. B. in der in F i g. 4 dargestellten Seitenzuordnungstabelle SPAT für den Seitenpuffer SP enthalten. Ein

net. definiert eine noch bevorstehende Ein/Ausgabe-Operation der zugehörigen Speicherseite, wenn es im Zustand »I« ist. Mit einem zweiten Kennzeichnungsbit, im folgenden das RE/A-Bit genannt, wird im Zustand »1« bezeichnet, daß ein solcher Eingabe- oder Aiisgabetransfer bereits abgeschlossen ist. Ein drittes Kennzeichnungshit, das sogenannte W-Bh kennzeichnet im Zustand »I« .Speicherseiten, in die bei einer Programmbearbeitung eingeschrieben wurde. Das vierte Kennzeichnungsbit, das hinfort als V-Bit bezeichnet wird, definiert im Zustand »I« die zugehörige Eintragszeile als gültig und bezeichnet so z. B. in der Seitenzuordnungstabelle SPA 7*des Seitenpuffers SPdie Speicherseiten des momentan laufenden Prozesses.

Aus der Kombination dieser Kennzeichnungsbits lassen sich drei Zustände für Speicherseiten ableiten: .Speicherseiten, die an einem Ein/Ausgabe-Transfer teilnehmen sollen, sind durch die Kombination E/A = 1. W = O und V = 0 zu erkennen. Der aktuelle Speicherbereich eines Prozesses ist durch die Kombination E/A = 1,W= 1 oder 0 und V = I beschrieben. Eine dritte Kombination E/A = 0. W = I oder 0 und V = O bezeichnet diejenigen Sp^icherseiten im Seitenpuffer SP, die zum Ersetzen, d. h. zum Überschreiben im Seitenpuffer SPfreigegeben sind.

Wie die vom Zentralprozessor ZP gelieferten Signale für einen Prozeßwechsel SPW oder eine Ein-ZAusgabe-Operation SE/A zusammen mit den erläuterten Kennzeichnungsbits vom Mikroprozessor MP zur Steuerung der Speicherplatzverteilung im Seitenpuffer SP verwendet werden, soll nun im folgenden erläutert werden. Mikroprozessoren können dabei in ihrer prinzipiellen Struktur und Funktion als bekannt vorausgesetzt werden. Wegen des Umfangs der vom Mikroprozessor zu steuernden Datentransfers wird für vorliegenden Anwendungsfafl — nach heutiger Technik — allerdings wohl nur ein bipolarer, deshalb verhältnismäßig schneller Mikroprozessor in Frage kommen. Wegen dieser funktionell unbedeutenden Einschränkung wird hier die Funktion des Mikroprozessors MP nur insoweit beschrieben, daß daraus ohne weiteres die entsprechenden Prozessorroutinen abzuleiten sind. Auf seinen hardwaremäßigen Aufbau wird nur eingegangen, wenn es zur Darstellung dieser Funktion notwendig ist.

Weiterhin sollen hier nicht alle Ursachen für einen Prozeßwechse! im Multiprogramm-Betrieb im einzelnen dargestellt und alle Kriterien entwickelt werden, die

bei einem Prozeßwechsel den Folgeprozeß bestimmen. Dies alles ist bekanntlich Aufgabe des Betriebssystems einer datenverarbeitenden Anlage. Hier ist nur interessant, daß unter anderem auch Ein-/Ausgabe-Operationen oder das Holen von Speicherseiten in den Seitenpuffer Ursachen für einen Prozeßwechsel sein können, der dem Mikroprozessor /Wüber entsprechende Steuersignale SE/A bzw. SPWmitgeteilt wird.

Sie haben verschiedene Voraussetzungen in bezug auf das Arbeitsspeichersystem. Bei einem Seitenwechsel muß die Speicherseite vielfach erst aus dem Hauptspeicher HSP in den Seitenpuffer SP eingetragen werden, da bekanntlich aufgrund des Ersetztingsalgorithmus dafür immer solche Seiten ausgewählt werden, zu denen am längsten nicht zugegriffen wurde. Bei Ein/Ausgabe-Operationen hingegen wird die betroffene Speichersoite normalerweise dem aktiven Speicherbereich de-, laufenden Prozesses angehören und sich aus diesem Grunde bereits im Seitenpuffer SP befinden. Trotzdem

nen teilnehmen, genau einmal zusätzlich zugegriffen, damit sie in jedem Fall im Seitenpuffer SPbereitstehen.

Für Ein/Ausgabe-Operationen noch benötigte .Speicherseiten dürfen an einem Seitenwechsel nicht teilnehmen, d. h. nicht vorher in den Seitenspeicher SSP ausgelagert werden. Dies wird bei bekannten Arbeitsspeichersystemen mit Hilfe der die Belegung im Hauptspeicher HSPbeschreibenden Seitenzuordnungstabelle HSA T erreicht. Dort wird vom Betriebssystem jede Speicherseite, die an einer Ein-/Ausgabe-Operation teilnimmt, durch Setzen des E/A-Bits bezeichnet. Damit sind diese Seiten zwar gegen ein Auslagern in den Seitenspeicher SSP geschützt, hier aber ist jedoch noch nicht sichergestellt, daß sie auch bis zur Beendigung der Ein-/Ausgabe-Operation im Seitenpuffer SP gehalten werden. Das gleiche gilt auch für .Seitenrahmen im Seitenpuffer SP. die umgekehrt zum Eintragen von Speicherseiten aus dem Seitenspeicher SSPnoch benötigt werden.

Wie dieser Blockierungsvorgang von Speicherseiten nun bei vorliegendem Arbeitsspeichersystem abläuft, ist in Fig. 7 schematisch dargestellt. Der durch ein Signal für einen Prozeßwechsel SPW angestoßene Mikroprozessor MP greift bei diesem Blockierungsvorgang zu mehreren in Mikroprozessorregistern MP-R abgelegten Einträgen mit Basisadressen für Systemtabellen zu. Dabei holt der Mikroprozessor MP aus einem dieser Register zunächst die Basisadresse HSAT-B für die Seitenzuordnungs-Tabelle HSAT des Hauptspeichers HSP und greift dort mit Hilfe einer in einem Adreßregister A DR stehenden reellen Speicheradresse RSNi zu der /-ten Eintragszeile dieser Systemtabelle zu. In Fig. 7 ist dies schematisch so dargestellt, daß die Basisadresse HSAT-B der Seitenzuordnungstabelle HSA T mit der reellen Speicherseitennummer RSNi zu einer vollständigen Speicheradresse ergänzt wird.

Aus der se adressierten Eintragszeile der Seitenzuordnungstabelle HSAT, deren E/A-Bit vom Betriebssystem gleich 1 gesetzt ist, wird vom Mikroprozessor MP zunächst ein Eintrag SPA entnommen. Dieser stellt zusammen mit einer in einem weiteren Mikroprozessorregister MP-R stehenden Basisadresse SPAT-B für die Seitenzuordnungstabelle SPAT des Seitenpuffers SP eine vollständige Speicheradresse für einen Eintrag im Seitenpuffer SP dar. In dieser so adressierten Eintragszeile der Seitenzuordnungstabelle SPA Tdes Seitenpuffers SPwird das E/A-Bit nun durch den Mikroprozessor MPgesetzt und damit das Auslagern dieser Speichersei-

Il

te aus dem Seitenpuffer SP blockiert. Darüber hinaus wird aber auch noch im Adreßnpeicher ATM das E/A-Bit durch den Mikroprozessor MP gesetzt. Die Adresse für die entsprechende Eintragszeile dieses AdreOspeichers A TM ergibt sich aufgrund der Pro;:essornummer PK und der in einem weiteren Mikroprozessorregister MP-R stehenden Basisadresse PNT-B für die Prozeßnummerntabelle PNT, In dieser isi die Basisadresse A TM-B für den AdreBspeicher A TM enthalten, dessen entsprechende Eintragszeile, wie anhand von Fig. 2 erläutert, über eine Zwischenadresse ZAD adressiert wird.

Der umgekehrte Vorgang des Freigebens blockierter .Speicherseiten nach dem Durchführen einer Hin/Ausgabe-Opera:ion ist in Fig. 8 dargestellt. Hierbei wird vom Betriebssystem durch den Zentralprozessor die Seiten/.iiordnungstabelle IISAT des Hauptspeichers HSPadressiert und aufgrund der reellen Scitennummcr RSN, eine Eintragszeile ausgewählt und in ihr das

L./ ΛΛ-uii ÄüTüCKgcsci/t.

Der Mikroprozessor MP, der die Seitenzuordnungstabelle SPAl des Seitenpuffer SP selbständig führt, fragt diese daraufhin ab, welche Einträge durch ein gesetztes E/A-Bit gekennzeichnet sind. Aus den gekennzeichneten Eintrags/eilen entnimmt er die reelle Seitennummer RSNund setzt diese mit der Basisadresse HSAT-B für die Seitungszuordnungstabelle HSATdes Hauptspeichers HSP zu einer vollständigen Speicheradresse zusammen und adressiert so eine Eintragszeile in dieser Systemtabelle. Dor· wird das E/A-Bit ausgelesen. Ist es bereits rückgesetzt, wird in eier Seitenzuordnungstabelle SPAT des Seitenpuffers SP durch den Mikroprozessor MP das RE/A-Bit gesetzt und damit die Blockierung der entsprechenden Speicherseite des Seitenpuffers SP aufgehoben. Das E/A-Bit im AdreBspeicher 4 7"V/ wird nicht geändert. Dieser Eintrag im AdreBspeicher A TM wird erst beim Auslagern von Speicherseiten geändert.

Diese Vorgänge laufen für Ein-/Ausgabe- bzw. Seitenwechsel-Operationen in gleicher Weise ab. Nicht mehr benötigte E/A-Speicherseiten werden erst dann in den Hauptspeicher HSP ausgelagert, wenn im Seitenpuffer SP Speichemlatz benötigt wird. Schließlich ist noch hinzuzufügen, daß nur bei den genannten Ursachen für einen Prozeßwechsel Speicherseiten im Seitenpuffer SP blockiert werden müssen, während sonst sofort damit begonnen werden kann, den aktiven Speicherbereich des Folgeprozesses einzustellen.

In den Fig. 9 und IO ist nun dargestellt, wie dieser Vorgang bei einem Prozeßwechsel abläuft. Es müssen zunächst alle freigegebenen Seitenrahmen des Vorgängerprozesses bezeichnet werden. Dies geschieht in den entsprechenden Eintragszeilen im Adreßspeicher .4 7"M. Wie in F i g. 9 dargestellt, entnimmt der Mikroprozessor MPaus diesen Einträge« jeweils die Seitenpuffera^-esse SPA, d. h. die Adresse einer Eintragszeile in der Seitenzuordnungstabelle SP,47"des Seitenpuffers SP für die zu überschreibenden Speicherseiten, die reellen Seitennummern /?5/Vunddas W-BtL

Der Mikroprozessor MP holt dazu aus einem der Mikroprozessor-Register MP-R die Basisadresse PNT-Bfür die Prozeßnummerntabelle PNTund liest aus deren entsprechender Eintragszeile für den Vorgängerprozeß PRi die Basi: adresse A TM-B für die zu diesem Prozeß gehörenden Einträge im Adreßspeicher -47M Sequentiell werden aus diesen die reelle Seitennummer RSN, die Seitenpufferadresse SPA und das W-Bit in eine Zeile eines Datenpuffers MP-P des Mikroprozessors

MP ausgelesen. Zugleich wird der gelesene Eintrag im Adreßspeicher ATMdurch den Mikroprozessor MPmh dem Rücksetzen des V-Bits als ungültig gekennzeichnet. Damit sind die Informationen über die freizugebenden Speicherseiten gewonnen.

In Fig. 10 ist nun einerseits dargestellt, ,vie dieses Informationen weiterverarbeitet werden und andererseits, wie die Informationen über den aktiven Speicherbereich des Folgeprozesses gewonnen werden. Zunächst ist zu unterscheiden, ob in die freigegebenen Speicherseiten im Laufe der Bearbeitung des Vorgängerprozesses eingeschrieben wurde oder nicht. Der Mikroprozessor Mf'Wcsl dazu sequentiell die Einträge in seinem Datenpuffer MPPund überprüft das W-BiI. rs.ir wenn dieses im Zustand »I« ist, muß die zugehörige Speicherseite aus dem Seitenpuffer SP in den Hauptspeicher HSP übertragen werden, weil sich ihr Inhalt geändert hat. Die beiden dafür notwendigen Speicheradressen, die Seitenpuffer- und die Hauptspeicherauresse, werden, wie bereits mehrfach beschrieben, mit hier nun nicht mehr dargestellten Basisadressen aus der Seitenpufferadres.se SPA bzw. der reellen Seitennummer RSNgebildet. Dann kann der Inhalt der durch die reelle Seitennummer RSN definierten Speicherseite des Vorgängerprozesses vom vom Seitenpuffer SP in den Hauptspeicher HSP transferiert werden.

Im logischen AbIa.if der Darstellung gemäß Fig. 10 ist nun dargestellt, deß sich daran die Bestimmung der Informationen über die einzustellenden Speicherseiten des Folgeprozessts anschließt. Dies ist in diesem zeitlichen Ablauf jedoch nicht unbedingt notwendig, weil die Bildung dieser Informationen an sich vom Auslagern der freigegebenen Speicherseiten in den Hauptspeicher HSP unabhängig ist. Für die vom Mikroprozessor ,W/Pbenötigten informationen über den Folgeprozeß 'vjrd vom Zentralprozessor ZP die Basisadresse BPT-B für einen Steuerblock in der Prozeßsteuetblock-Tabelle PBT geliefert, da das Betriebssystem der datenvenrbeitenden Anlage den Folgeprozeß bestimmt. Mit dieser Basisadressc kann der Mikroprozessor MP zu dem so definierten Prozeßsteuerblock PBT-n zugreifen um in Fi & in durch eine mit mp bezeichnete Steuerleitung anp :deutet ist. Aus diesem Prozeßsteuerblock liest der Mikroprozessor MP die Prozeßnummer PR* des Folgeprozesses, sowie die dort aufgelisteten reellen Seitennummern RSN'und trägt sie ebenfalls in seinen Datenpuffer MP-P ein. Damit besitzt der Mikroprozessor auch die Informationen über den für den Folgeprozeß einzustellenden aktiven Speicherbereich.

In Fig. rl ist dargestellt, wie dieser Vorgang der Einstellung des aktiven Speicherbereiches für einen Folgeprozeß abläuft. Der Mikroprozessor MP liest sequentiell die Einträge seines Datenpuffers MP-P mit den reellen Speicherseitennummern RSN*des durch die Prozeßnummer PR bezeichneten Folgeprozesses aus und transferiert sie in eine Eintragszeile der Seitenzuordnungstabelle SPA Toes Seitenpuffers Sf. Adressiert wird diese Eintragszeile mit der einen freigegebenen Seitenrahmen im Seitenpuffer SP bezeichnenden Adresse SPA, die, wie in F i g. 9 dargestellt ist, ebenfalls in einem Eintrag des Datenpuffers MP-P steht Dabei wird dieser Eintrag durch Setzen des V-Bits als gültig bezeichnet- Parallel dazu muß die Seitenzuordnungstabelle HSA T des Hauptspeichers HSP vervollständigt werden. In die mit einer reellen Seitennummer RSN*des Folgeprozesses ermittelte Eintragszeile dieser Tabelle

wird vom Mikroprozessor MP die Seiteapufferadresse SiM*dieser Speieberseite des Folgeprozesses eingetragen.

Nun fehlt nur noch die Ergänzung des Adreßspeichers ATM, Die Adv^ssen für die Eintragszeilen dieses Speichers werden analog zu der Erläuterung in Fig.2 jeweils aus den virtuellen Adressen gebildet, die in der Seitenzuordnungstabelle HSAT des Hauptspeichers HSP stehen. In die adressierten Einträge werden die reellen Seitennummern RSN*bzw. die Seitenpuffer-

adressen SPA*der Speicherseiten des Folgeprozesses durch den Mikroprozessor MP eingetragen und dann auch diese neuen Einträge durch Setzen des V-Bits als gültig gekennzeichnet Analog zu dem Vorgang des Auslagerns von Speicherseiten läuft dazu parallel während der Bearbeitung eines Prozesses die Einstellung der Speicherseiten im Seitenpuffer SP für den Folgeprozeß durch Obertragen des Inhalts einer ausgewählten Speicherseite aus dem Hauptspeicher HSP in den Seitenpuffer SP.

Hierzu S Blatt Zeichnungen

Claims (2)

1. Patentansprüche;

   U Hierarchisch geordnetes Speichersystem for eine datenverarbeitende Anlage mit virtueller Adressierung, das einen peripher zugeordneten Seitenspeicher als Hintergrundspeicher und einen Arbeitsspeicher mit einem Hauptspeicher und einem Pufferspeicher geringer Kapazität und Zugriffszeit besitzt, gekennzeichnet durch einen als langsamen Speicher ausgebildeten Hauptspeicher (HSP) mit einer ausreichenden Speicherkapazität zum Speichern der aktuellen Speicherbereiche aller laufenden Prozesse, die im Multiprogrammbetrieb simultan verarbeitet werden, durch einen in der Speicherhierarchie zwischen den prozessornahen Pufferspeicher (CA) und den Hauptspeicher eingeschobenen und als schnellen Speicher ausgebildeten Seitenpuffer (SP), in dem neben speicherresidenten Systemfunktionen die aktuellen Speicherbereiche eines aktives Prozesses und seines Folgeprozesses in einem Bearbeitungszeitraum speicherbar sind und durch einen Mikroprozessor (MP) der selbständig, lediglich ausgelöst durch das Betriebssystem der datenverarbeitenden Anlage, den Speicherplatz im Seitenpuffer verwaltet und den Transport der Programmdaten zwischen dem Hauptspeicher und dem Seitenpuffer bei Prozeßwechseln steuert sowie durch einen Zentralprozessor (ZPjI dem ein Adreßspeicher (ATM) zugeordnet ist, der über ein Kanal werk (KW) über das benötigte Speicherdaten bei der Aktivierung eines Programmes in den Hauptspeicher (HSP) und den Seitenpuffer (SP) geladen werden, Zugsiff zu dem Seitenspeicher (SSP) hat und durch die Serienschaltung von Zentralprozessor (ZP) Puffersp* icher (CA) Seitenpuffer (SfJl Mikroprozessor (MP) und Hauptspeicher (HSP)
2. 2. Speichersystem nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß der Hauptspeicher (HSP) als CCD-Speicher und der Seitenpuffer (SP) als MOS-Speicher ausgebildet ist.