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Die vorliegende Erfindung bezieht
sich auf das Gebiet von Mehrprozessor-Computersystemen und genauer gesagt
auf Kommunikationsprotokolle, die innerhalb von Mehrprozessor-Computersystemen
mit verteilten, gemeinsam genutzten Speicherarchitekturen eingesetzt
werden.
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Simultanverarbeitungs- bzw. Mehrprozessor-Computersysteme
enthalten zwei oder mehr Prozessoren, die verwendet werden können, um
Berechnungs- bzw. Verarbeitungsaufgaben durchzuführen. Eine bestimmte Berechnungsaufgabe
kann auf einem Prozessor ausgeführt
werden, während
andere Prozessoren Berechnungsaufgaben ausführen, die mit jener nicht in
Beziehung stehen. Alternativ können
Komponenten einer bestimmten Berechnungsaufgabe auf mehrere Prozessoren
verteilt werden, um die benötigte
Zeit zur Durchführung
der gesamten Berechnungsaufgabe zu verringern. Allgemein gesprochen
ist ein Prozessor eine Einrichtung bzw. ein Gerät, die bzw. das dazu eingerichtet
ist, eine Operation auf einem oder mehreren Operanden durchzuführen, um
ein Ergebnis zu erzeugen. Die Operation wird als Reaktion auf einen
Befehl, der vom Prozessor ausgeführt
wird, durchgeführt.
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Eine weit verbreitete Architektur
in kommerziellen Simultanverarbeitungs-Computersystemen ist die symmetrische
Mehrprozessor-Architektur (Symmetric Multiprocessor Architecture,
SMP Architecture). Typischerweise umfaßt ein SMP-Computersystem mehrere
Prozessoren, die durch eine Cache-Hierarchie mit einem gemeinsam
genutzten Bus verbunden sind. Zusätzlich ist mit dem Bus ein
Speicher verbunden, der von den Prozessoren in dem System gemeinsam
genutzt wird. Der Zugriff auf irgendeine bestimmte Speicherstelle
innerhalb des Speichers erfolgt in einer ähnlichen Zeitspanne wie der
Zugriff auf irgendeine andere bestimmte Speicherstelle. Da auf jede
Stelle im Speicher in einer gleichförmigen bzw. einheitlichen Weise
zugegriffen werden kann, wird diese Struktur häufig als einheitliche Speicherarchitektur
bzw. Uniform Memory Architecture (UMA) bezeichnet.
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Prozessoren werden häufig mit
internen Cachespeichern eingerichtet, und ein oder mehrere Cachespeicher
sind typischerweise in der Cache-Hierarchie zwischen den Prozessoren
und dem gemeinsam genutzten Bus in einem SMP-Computersystem enthalten.
Mehrere Kopien von Daten, die sich an einer bestimmten Hauptspeicheradresse
befinden, können
in diesen Cachespeichern gespeichert werden. Um das gemeinsam genutzte
Speichermodell zu erhalten bzw. aufrecht zu halten, in dem eine
bestimmte Adresse genau einen Datenwert zu jedem gegebenen Zeitpunkt
speichert, verwenden Computersysteme mit gemeinsam genutztem Bus
Cachekohärenz.
Allgemein gesprochen ist eine Operation kohärent, wenn die Auswirkungen
der Operation auf die gespeicherten Daten an einer bestimmten Speicheradresse
in jeder Kopie der Daten innerhalb der Cache-Hierarchie widergespiegelt
werden. Wenn zum Bei spiel Daten, die an einer bestimmten Speicheradresse
gespeichert sind, aktualisiert werden, kann die Aktualisierung für die Cachespeicher,
welche die Kopien der vorherigen Daten speichern, bereitgestellt
werden. Alternativ können
die Kopien der vorherigen Daten in den Cachespeichern ungültig gemacht werden,
so daß ein
nachfolgender Zugriff auf die bestimmte Speicheradresse dazu führt, daß die aktualisierte
Kopie vom Hauptspeicher übermittelt
wird. Bei gemeinsam genutzten Bussystemen wird typischerweise ein
Mithör-
bzw. Snoop-Busprotokoll verwendet. Jede kohärente Transaktion, die über den
gemeinsam genutzten Bus ausgeführt
wird, wird gegen die Daten in den Cachespeichern geprüft (oder "mitgehört"). Wenn eine Kopie
der betroffenen Daten gefunden wird, wird der Zustand des Cacheblocks
bzw. der Cache-Zeile, der bzw. die die Daten enthält, als Reaktion
auf die kohärente
Transaktion aktualisiert.
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Unglücklicherweise leiden gemeinsam
genutzte Busarchitekturen unter verschiedenen Nachteilen, die ihre
Brauchbarkeit bzw. ihren Nutzen in Simultanverarbeitungs-Computersystemen
beschränken
bzw. einschränken.
Ein Bus ist zu einer gewissen Spitzenbandbreite fähig (z.
B. eine Anzahl von Bytes/Sekunde, die über den Bus übermittelt
werden kann). Wenn zusätzliche
Prozessoren an den Bus angeschlossen werden, kann die Bandbreite,
die benötigt
wird, um die Prozessoren mit Daten und Befehlen zu versorgen, die
Busspitzenbandbreite übersteigen.
Da einige Prozessoren gezwungen werden, auf verfügbare Busbandbreite zu warten,
leidet die Leistungsfähigkeit
des Computersystems, wenn die Bandbreitenanforderungen der Prozessoren
die verfügbare
Busbandbreite übersteigen.
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Darüber hinaus steigert das Hinzufügen von mehr
Prozessoren zu einem gemeinsam genutzten Bus die kapazitive Belastung
auf dem Bus und kann sogar dazu führen, daß die physikalische Länge des Busses
vergrößert wird.
Die erhöhte
kapazitive Belastung und die erweiterte Buslänge vergrößern die Verzögerung bzw.
Laufzeit beim Ausbreiten eines Signals über den Bus. Aufgrund der vergrößerten Signallaufzeit
kann die Ausführung
von Transaktionen länger
dauern. Daher kann die Spitzenbandbreite des Busses tatsächlich kleiner
werden, wenn mehr Prozessoren hinzugefügt werden.
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Diese Probleme werden durch den anhaltenden
Anstieg der Betriebsfrequenzen und die Leistung der Prozessoren
weiter vergrößert. Die
angestiegene Leistung, die durch höhere Frequenzen ermöglicht wird,
und die weiter entwickelten Mikroarchitekturen von Prozessoren führen zu
höheren
Bandbreitenanforderungen als (bei) frühere(n) Prozessorgenerationen,
selbst bei der gleichen Anzahl von Prozessoren. Daher können Busse,
die zuvor eine ausreichende Bandbreite für ein Simultanverarbeitungs-Computersystem
zur Verfügung
gestellt haben, für
ein ähnliches
Computersystem, das die Prozessoren mit höherer Leistung verwendet, ungenügend sein.
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Eine weitere Struktur für Simultanverarbeitungs-Computersysteme
ist eine verteilte, gemeinsam genutzte Speicherarchitektur. Eine
verteilte, gemeinsam genutzte Speicherarchitektur umfaßt mehrere
Knoten, innerhalb derer sich Prozessoren und Speicher befinden.
Die mehre ren Knoten kommunizieren über ein Netzwerk, das zwischen
ihnen geschaltet ist. Wenn er als ein Ganzes betrachtet wird, bildet
der Speicher, der in den mehreren Knoten enthalten ist, den gemeinsam
genutzten Speicher für das
Computersystem. Typischerweise werden Verzeichnisse verwendet, um
anzuzeigen, welche Knoten Kopien von Daten im Cache haben, die einer
bestimmten Adresse entsprechen. Kohärenzaktivitäten können mittels Prüfens der
Verzeichnisse erzeugt werden.
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Verteilte, gemeinsam genutzte Speichersysteme
sind skalierbar und überwinden
dadurch die Beschränkungen
der gemeinsam genutzten Busarchitektur. Da viele der Prozessorzugriffe
innerhalb eines Knotens abgeschlossen werden, haben Knoten typischerweise
viel niedrigere Bandbreitenanforderungen an das Netzwerk, als eine
gemeinsam genutzte Busarchitektur auf ihrem gemeinsam genutzten
Bus bereitstellen muß.
Die Knoten können
mit einer hohen Taktfrequenz und Bandbreite betrieben werden und
greifen auf das Netzwerk zu, wenn es nötig ist. Zusätzliche
Knoten können
zu dem Netzwerk hinzugefügt
werden, ohne die lokale Bandbreite der Knoten zu beeinflussen. Stattdessen
wird nur die Netzwerkbandbreite beeinflußt.
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Die Kohärenz zwischen den Knoten in
einem verteilten, gemeinsam genutzten Speichersystem wird häufig unter
Verwendung einer verteilten Implementierung von Kohärenzprotokollen
beibehalten. Viele solche Kohärenzprotokolle
verwenden Vier-Etappen-Antworten, wobei eine Anforderung vom anfordernden
Knoten zuerst an einen Heimatknoten gesendet wird. Der Heimatknoten
sendet als Reaktion darauf Leseanfragen bzw. Anfragen zum Ungültigmachen
an abhängige
Knoten, die Kopien der Daten im Cache halten. Die abhängigen Knoten senden
dem Heimatknoten Antworten entsprechend den Anfragen zurück. Das
Vier-Etappen-Antwort-Protokoll
ist abgeschlossen, wenn der Heimatknoten dem anfordernden Knoten
antwortet.
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Unglücklicherweise verursachen die
Kommunikationsmuster, die erzeugt werden, wenn auf Daten von einem
entfernten Knoten zugegriffen wird, eine beträchtliche Menge von Netzwerkverkehr. Nachdem
alle abhängigen
Knoten dem Heimatknoten geantwortet haben, muß der anfordernde Knoten darüber hinaus
warten, bis der Heimatknoten eine Abschlußanzeige an den anfordernden
Knoten zurücksendet,
bevor der anfordernde Knoten die Transaktion als abgeschlossen behandeln
kann. Dies kann die Gesamtverzögerung
des kritischen Pfades, der mit der Kohärenztransaktion verbunden ist,
noch vergrößern.
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Die gleichzeitig anhängige europäische Anmeldung
EP 0801349 , die am 15. Oktober
1997 veröffentlicht
und am 25. März
1997 eingereicht wurde und ein Prioritätsdatum vom 8. April 1996 beansprucht,
beschreibt ein deterministisches, verteiltes Mehrfach-Cachekohärenzprotokoll.
Diese frühere, zeitgleich
anhängige
Anmeldung beschreibt ein Cachekohärenzprotokoll für ein Mehrprozessor-Computersystem
mit Mehrfach-Cache. Jeder Teilsystem-Knoten enthält mindestens einen Prozessor
und einen zugeordneten Speicher und ein zugeordnetes Verzeichnis.
Die Systeme sind an eine globale Zwischenverbindung über globale Schnittstellen
angeschlossen. Nach einer Ausführungsform
enthält
jede globale Schnittstelle einen Anforderungsagenten, einen Verzeichnisagenten
und einen abhängigen Agenten.
Der Verzeichnisagent enthält
ein Verzeichnis, das Einträge
für im
Cache gespeicherte, dem Teilsystem zugeordnete Kopien von Datenblöcke bzw.
Daten-Lines enthalten, die den Zustand der im Cache gespeicherten
Kopien in allen Teilsystemen beschreiben. Der Verzeichnisagent ist
auch dafür verantwortlich,
die passenden Anforderungspakete an die zugehörigen abhängigen Agenten weiterzuleiten.
Der Verzeichnisagent kann die Anzahl der gemeinsamen Nutzer in der
weitergeleiteten Anforderung einfügen. Abhängige Knoten übermitteln
Antworten einschließlich
der Anzahl von gemeinsamen Nutzern an den Anforderungsagenten. Wenn
der Anforderungsagent die erwartete Anzahl von Antworten empfängt, übermittelt
er ein Abschlußpaket
an den Verzeichnisagenten, um einen Blockierer am Heimatknoten der
angeforderten Daten freizugeben. Ein Blockierer ist mit einem Verzeichnisagenten
verbunden und einem Heimatverzeichnis zugeordnet. Die Blockierer
enthalten Warteschlangen, um anhängige bzw.
anstehende Anforderungen zu speichern. Ein bestimmter Blockierer,
der einem Verzeichnisagenten zugeordnet ist, blockiert neue Anforderungen
für die
Daten-Line, in dem er die Ergebnisse vorübergehend bzw. zeitweilig in
einer lokalen First-In-First-Out (FIFO) Warteschlange speichert
oder eine Flußkontrolle
auf neue Anforderungen ausübt.
Somit vermittelt dieses Dokument ein ähnliches Drei-Etappen-Kommunikationsprotokoll
wie bei der vorliegenden Anmeldung und eine Warteschlange zum Speichern
der ankommenden, anstehenden Anforderungen für eine Daten-Zeile.
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Ein Artikel von Agarwala et al. mit
dem Titel "Experimenting
with a Shared Virtual Memory Environment for Hypercubes", veröffentlicht
im Journal of Parallel and Distributed Computing, New York USA, Academic
Press, Vol. 29, No. 2, Seiten 228–235, 1. September 1995, beschreibt
ein gemeinsam genutztes, virtuelles Speichersystem, das ein verzeichnisbasiertes
Cachekohärenzschema
mit Ungültigmachen-beim-Schreiben
einsetzt und eine gemeinsam genutzte Mehrprozessorknoten-Konfiguration
einsetzt. In dem System ist ein Protokoll beschrieben, bei dem ein
anfordernder Knoten Anforderungen an einen verwaltenden Knoten,
den Heimatknoten, übermittelt,
der Daten und Kohärenzanfragen
zum Ungültigmachen
an den Besitzer und die gemeinsamen Nutzer von Kopien weiterleitet.
Jedoch sendet der anfordernde Knoten am Ende der Transaktion keine
Bestätigung
(ACK) an den Manager. Um eine richtige Reihenfolge der Nachrichten
sicherzustellen, hängt
der verwaltende Knoten eine Nachrichtennummer an jede Nachricht
an, die er an andere Knoten übermittelt.
Auf diese Weise können
die empfangenden Knoten später
empfangene Nachrichten von früheren
Nachtrichten unterscheiden und sie in der richtigen Reihenfolge
verarbeiten.
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Ein Artikel von Kumar et al. mit
dem Titel "Efficient
and Scalable Cache Coherency Schemes for Shared Memory Hypercube
Multiprocessors",
veröffentlicht
in Proceedings of Supercomputing 1994, 14.–18. November 1994, Washington
DC, US, Seiten 498–507,
beschreibt einen großangelegten
Mehrfachprozessor mit gemeinsam genutztem Speicher bzw. einen Mehrfachprozessor
mit großangelegtem, gemeinsam
genutztem Speicher, der ein Cachekohärenzschema auf Verzeichnisbasis
verwendet. Wie beschrieben ist das Verzeichnisschema darauf beschränkt, im
Vergleich zu herkömmlichen
Systemen sowohl einen niedrigeren Speicher-Overhead als auch kleinere bzw. geringere
Speicherzugriffsverzögerungen
zu erzielen. Es wird ein beschränktes
Verzeichnisschema auf Ringbasis beschrieben. Es werden Prozeduren
sowohl zur Behandlung eines Fehlzugriffs beim Lesen und beim Schreiben
in einer solchen Konfiguration als auch zum Ungültigmachen und Ersetzen beschrieben.
Infolge eines Fehlzugriffs beim Schreiben bei einer Anforderung
werden Nachrichten zum Ungültigmachen
vom Heimatknoten an Knoten mit Kopien des angeforderten Blocks gesendet.
Der Anforderer sendet beim Empfang der Daten eine Bestätigungsnachricht
an den Heimatknoten. Alle Knoten, die die Nachricht zum Ungültigmachen empfangen,
senden danach Bestätigungsnachrichten
an den Heimatknoten. Wenn alle Bestätigungsnachrichten empfangen
sind, wird der angeforderte Block dem Anforderer übergeben.
Die Anforderung wird abgeschlossen, wenn der Anforderer nach dem Empfang
einer Bestätigung
für das
Ungültigmachen vom
Heimatknoten der anfordernde Knoten eine Bestätigung zurück an den Heimatknoten sendet.
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Demnach ist ein Mehrprozessor-Computersystem
mit einem verteilten, gemeinsam genutzten Speichersystem ist somit
wünschenswert,
bei dem der Netzwerkverkehr reduziert wird und bei dem die Verzögerung bzw.
Wartezeit bei der Antwort an den anfordernden Knoten vermindert
wird.
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Spezielle und bevorzugte Aspekte
der Erfindung werden in den beigefügten unabhängigen und abhängigen Ansprüchen dargelegt.
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Die oben skizzierten Probleme werden
zum großen
Teil durch ein Mehrprozessor-Computersystem
gelöst,
das ein Kommunikationsprotokoll in Übereinstimmung mit der vorliegenden
Erfindung einsetzt. Nach einer Ausführungsform sendet in dem Fall,
daß eine
Anforderung von einem anfordernden Knoten an einen Heimatknoten
gesendet wird, der Heimatknoten Leseanfragen und/oder Anfragen zum Ungültigmachen
an jeden abhängigen
Knoten, der Kopien der angeforderten Daten im Cache hält. Die Anfragen
vom Heimatknoten an die abhängigen
Knoten können
vorteilhafterweise jedoch einen Zahlenwert enthalten, der die Anzahl
von Antworten angibt, die der anfordernde Agent zu empfangen erwarten sollte.
Die abhängigen
Knoten antworten dem anfordernden Knoten entweder mit Daten oder
einer Bestätigung.
Jede Antwort kann ferner die Anzahl von Antworten enthalten, die
der Anforderer erwarten sollte. Auf den Empfang aller erwarteten
Antworten hin kann der anfordernde Knoten die Transaktion als abgeschlossen
behandeln und mit der nachfolgenden Verarbeitung weitermachen. Auf
diese Weise erfordern alle Kommunikationsvorgänge höchstens eine Drei-Etappen-Kommunikation
auf dem kritischen Pfad des Cachekohärenzprotokolls. Dementsprechend
kann der gesamte Netzwerkverkehr als ein Ergebnis des Cachekohärenzprotokolls
vorteilhafterweise verringert werden. Darüber hinaus kann die Wartezeit
bis zum Abschließen
einer Transaktion auf dem kritischen Pfad für einen anfordernden Knoten
verringert werden.
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In einer Implementierung kann der
anfordernde Knoten, nachdem er alle erwarteten Antworten empfangen
hat, eine Abschlußnachricht
an den Heimatknoten zurücksenden.
Der Heimatknoten kann dann eine "Blockierung" entfernen, die auf
eine Kohärenzeinheit
der abgeschlossenen Transaktion gesetzt ist.
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Der anfordernde Knoten kann ferner
oder alternativ Daten an den Heimatknoten zurücksenden, um eine Speicherspiegelung
zu erzielen, nachdem er Daten von einem abhängigen Knoten empfangen hat.
Darüber
hinaus sendet der Heimatknoten in Fällen, in denen der Heimatknoten
die angeforderten Daten in einem passenden Zustand enthält, z. B.
im Zustand "gemeinsam
genutzt" für eine Leseanforderung
zum Zwecke des Besitzens keine Anfragen an andere Knoten. Statt
dessen antwortet der Heimatknoten dem anfordernden Knoten direkt.
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Ein System und ein Verfahren gemäß der vorliegendem
Erfindung kann vorteilhafterweise eine effiziente und einfache Implementierung
eines globalen Kohärenzprotokolls
in einem Simultanverarbeitungs-Computersysteme ermöglichen.
Das Protokoll ermöglicht
ein Protokoll auf Besitzerbasis, in dem sich verschiedene verunreinigte
Kopien im Cache in unterschiedlichen Knoten befinden können, wobei eine
davon im Zustand "in
Besitz" ist, und
eine Kopie sich im Heimatknoten befinden kann, die abgelaufen bzw.
veraltet ist.
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Allgemein gesprochen betrachtet die
vorliegende Erfindung ein Simultanverarbeitungs-Computersystem, das eine Mehrzahl von
Verarbeitungsknoten enthält,
die durch ein Netzwerk miteinander verbunden sind. Das Simultanverarbeitungs-Computersysteme
beinhaltet einen Anforderungsagenten, der dafür eingerichtet ist, eine Kohärenzanforderung
zu erzeugen, einen Heimatagenten, der angeschlossen ist, um die
Kohärenzanforderung
durch das Netzwerk zu empfangen und eine Kohärenzanfrage als Reaktion auf
die Kohärenzanforderung
zu erzeugen, und einen abhängigen
Agenten, der angeschlossen ist, um die Kohärenzanfrage durch das Netzwerk
zu empfangen und eine Kohärenzantwort
als Reaktion auf die Kohärenzanfrage
zu erzeugen. Der Anforderungsagent ist ferner darauf eingerichtet,
die Kohärenzantwort
durch das Netzwerk zu empfangen.
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Die Erfindung betrachtet ferner ein
Verfahren zum Erhalten der Kohärenz
in einem Simultanverarbeitungs-Computersystem, das eine Mehrzahl
von Verarbeitungsknoten enthält,
die durch ein Netzwerk miteinander verbunden sind. Das Verfahren
umfaßt einen
Anforderungsagenten, der eine Kohärenzanforderung erzeugt, einen
Heimatagenten, der die Kohärenzanforderung
durch das Netzwerk empfängt, und
den Heimatagenten, der eine Kohärenzanfrage als
Reaktion auf die Kohärenzanforderung
erzeugt. Das Verfahren umfaßt
ferner einen abhängigen Agenten,
der die Kohärenzanfrage
durch das Netzwerk empfängt,
den abhängigen
Agenten, der eine Kohärenzantwort
als Reaktion auf die Kohärenzanfrage
erzeugt, und den Anforderungsagenten, der die Kohärenzantwort
durch das Netzwerk empfängt.
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Andere Ziele bzw. Zwecke und Vorteile
der Erfindung werden beim Lesen der folgenden, detaillierten Beschreibung
und unter Bezug auf die begleitenden Zeichnungen offensichtlich,
in denen:
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1 ein
Blockdiagramm eines Simultanverarbeitungs-Computersystems darstellt.
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1A eine
konzeptionelles Blockdiagramm ist, das eine Non-Uniform Memory Architecture (nicht-einheitliche
Speicherarchitektur) darstellt, welche von einer Ausführungsform
des in 1 abgebildeten
Computersystems unterstützt
wird.
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1B ein
konzeptionelles Blockdiagramm ist, das eine Cache-Only Memory Architecture
(ausschließlich
Cachespeicher umfassende Speicherarchitektur) darstellt, welche
von einer Ausführungsform
des in 1 abgebildeten
Computersystems unterstützt
wird.
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2 ein
Blockdiagramm einer Ausführungsform
eines in 1 abgebildeten,
symmetrischen Simultanverarbeitungsknotens ist.
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2A einen
beispielhaften Verzeichniseintrag darstellt, der in einer Ausführungsform
eines in 2 abgebildeten
Verzeichnisses gespeichert ist.
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3 ein
Blockdiagramm einer Ausführungsform
einer Systemschnittstelle ist, die in 1 abgebildet
ist.
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4 ein
Diagramm ist, das Aktivitäten
darstellt, die als Reaktion auf eine typische Kohärenzoperation
zwischen einem Anforderungsagenten, einem Heimatagenten und einem
abhängigen
Agenten durchgeführt
werden.
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5A eine
beispielhafte Kohärenzoperation
darstellt, die als Reaktion auf eine Leseanforderung zum Zweck des
Besitzens bzw. Read-to-Own-Anforderung von einem Prozessor durchgeführt wird.
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5B ein
Diagramm ist, das eine Kohärenzaktivität als Reaktion
auf eine Read-to-Own-Anforderung
darstellt, wenn ein abhängiger
Agent der aktuelle Besitzer der Kohärenzeinheit ist und andere abhängige Agenten
gemeinsam genutzte Kopien der Kohärenzeinheit besitzen.
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5C ein
Diagramm ist, das eine Kohärenzaktivität darstellt,
wenn ein Anforderungsagent eine gemeinsam genutzte Kopie besitzt
und eine Leseanforderung zum Zwecke des Besitzens an den Heimatagenten
sendet.
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5D ein
Diagramm ist, das eine Kohärenzaktivität als Reaktion
auf eine Lesenanforderung zum Zwecke der gemeinsamen Nutzung darstellt, wenn
ein abhängiger
Agent der Besitzer der Kohärenzeinheit
ist.
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6 ein
Flußdiagramm
ist, das einen beispielhaften Zustandsautomaten bzw. Zustandsmaschine
für eine
Ausführungsform
eines in 3 abgebildeten
Anforderungsagenten darstellt.
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7 ein
Flußdiagramm
ist, das einen beispielhaften Zustandsautomaten für eine Ausführungsform
eines in 3 abgebildeten
Heimatagenten darstellt.
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8 ein
Flußdiagramm
ist, das einen beispielhaften Zustandsautomaten für eine Ausführungsform
eines in 3 abgebildeten,
abhängigen Agenten
darstellt.
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9 eine
Tabelle ist, die Typen von Anforderungen gemäß einer Ausführungsform
der Systemschnittstelle auflistet.
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10 eine
Tabelle ist, die Typen von Aufforderungen bzw. Anfragen gemäß einer
Ausführungsform
der Systemschnittstelle auflistet.
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11 eine
Tabelle ist, die Typen von Antworten gemäß einer Ausführungsform
der Systemschnittstelle auflistet.
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12 eine
Tabelle ist, die Typen von Abschlüssen bzw. Beendigungen gemäß einer
Ausführungsform
der Systemschnittstelle auflistet.
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13 eine
Tabelle ist, die Kohärenzoperationen
als Reaktion auf verschiedene Operationen, die von einem Prozessor
durchgeführt
werden, gemäß einer
Ausführungsform
der Systemschnittstelle beschreibt.
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Gemäß 1 ist ein Blockdiagramm einer Ausführungsform
eines Simultanverarbeitungs-Computersystem 10 dargestellt.
Das Computersystem 10 umfaßt mehrere SMP-Knoten 12A–12D,
die durch ein Punkt-zu-Punkt-Netzwerk 14 miteinander verbunden
sind. Auf Elemente, die hier mit einer bestimmten Bezugszahl gefolgt
von einem Buchstaben bezeichnet werden, wird durch die Bezugszahl
allein kollektiv Bezug genommen. Zum Beispiel werden die SMP-Knoten 12A–12D kollektiv
als SMP-Knoten 12 bezeichnet. In der abgebildeten Ausführungsform enthält jeder
SMP-Knoten 12 mehrere Prozessoren, externe Cachespeicher,
einen SMP-Bus, einen Speicher und eine Systemschnittstelle. Zum
Beispiel ist der SMP-Knoten 12A mit mehreren Prozessoren
einschließlich
der Prozessoren 16A–16B eingerichtet. Die
Prozessoren 16 sind mit den externen Cachespeichern 18 verbunden,
die darüber
hinaus an einen SMP-Bus 20 angeschlossen sind. Zusätzlich sind
ein Speicher 22 und eine Systemschnittstelle 24 an
den SMP-Bus 20 angeschlossen. Weiterhin können ein oder
mehrere Ein-/Ausgabe (Input/Output, I/O) Schnittstellen 26 an
den SMP-Bus 20 angeschlossen sein. Die I/O-Schnittstellen 26 werden
benutzt, um die Schnittstelle zu Peripheriegeräten bzw. -einrichtungen wie
seriellen und parallelen Ports, Plattenlaufwerken, Modems, Drucker
etc. zu bilden. Andere SMP-Knoten 12B–12D können ähnlich eingerichtet sein.
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Allgemein gesprochen kann ein bestimmter SMP-Knoten 12 bei
irgendeiner gegebenen Transaktion als ein anfordernder Knoten, als
ein Heimatknoten oder als ein abhängiger Knoten dienen. Wenn eine
Anforderung von einem anfordernden Knoten an einen Heimatknoten
gesendet wird, sendet der Heimatknoten Lesanforderungen und/oder
Anforderungen zum Ungültigmachen
an jedwede abhängige Knoten,
die Kopien der angeforderten Daten im Cache halten. Die Anfragen
vom Heimatknoten an die abhängigen
Knoten enthalten vorzugsweise einen Wert, der die Anzahl von Antworten
angibt, die der anfordernde Agent zu empfangen erwarten sollte. Die
abhängigen
Knoten antworten dem anfordernden Knoten entweder mit Daten oder einer
Bestätigung. Jede
Antwort kann ferner die Anzahl von Antworten enthalten, die der
Anforderer erwarten sollte. Auf den Empfang aller erwarteten Antworten
hin kann der anfordernde Knoten die Transaktion als abgeschlossen behandeln
und mit der nachfolgenden Verarbeitung fortfahren. Auf diese Weise
erfordern alle Kommunikationsvorgänge höchstens eine Drei-Etappen-Kommunikation
auf dem kritischen Pfad des Cachekohärenzprotokolls. Dementsprechend
kann als ein Ergebnis des Cachekohärenzprotokolls der gesamte Netzwerkverkehr
vorteilhafterweise verringert werden. Darüber hinaus kann die Wartezeit
bis zum Abschluß einer
Transaktion auf dem kritischen Pfad für einen anfordernden Knoten
verringert werden.
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In einer Implementierung kann der
anfordernde Knoten, nachdem er alle erwarteten Antworten empfangen
hat, eine Abschlußnachricht
an den Heimatknoten zurücksenden.
Der Heimatknoten kann dann eine "Blockierung" entfernen, die auf
der Kohärenzeinheit
der abgeschlossenen Transaktion gesetzt ist.
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Der anfordernde Knoten kann ferner
oder alternativ Daten an den Heimatknoten zurücksenden, um eine Speicherspiegelung
zu erzielen, nachdem er Daten von einem abhängigen Knoten empfangen hat.
Darüber
hinaus sendet der Heimatknoten in Fällen, in denen der Heimatknoten
die angeforderten Daten in einem passenden Zustand enthält, z. B.
im Zustand "gemeinsam
genutzt" für eine Leseanforderung
zum Zwecke des Besitzens bzw. Read-to-Own-(RTO-)Anforderung, keine Anfragen an
andere Knoten. Statt dessen antwortet der Heimatknoten dem anfordernden
Knoten direkt. Weitere Einzelheiten bezüglich des Kommunikationsprotokolls,
das mit dem System 10 verbunden ist, werden weiter unten
geliefert.
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In dem hier verwendeten Sinne ist
eine Speicheroperation eine Operation, die eine Übertragung von Daten von einer
Quelle zu einem Ziel veranlaßt. Die
Quelle und/oder das Ziel können
Speicherstellen innerhalb des Initiators oder Speicherstellen innerhalb
des Speichers sein. Wenn eine Quelle oder ein Ziel eine Speicherstelle
innerhalb des Speichers ist, wird die Quelle oder das Ziel mittels
einer Adresse, die mit der Speicheroperation übermittelt wird, bestimmt.
Speicheroperationen können
Lese- oder Schreiboperationen sein. Eine Leseoperation veranlaßt die Übertragung
von Daten von einer Quelle außerhalb
des Initiators zu einem Ziel innerhalb des Initiators. Umgekehrt
veranlaßt
eine Schreiboperation die Übertragung
von Daten von einer Quelle innerhalb des Initiators zu einem Ziel
außerhalb
des Initiators. In dem in 1 abgebildeten
Computersystem kann eine Speicheroperation sowohl eine oder mehrere
Transaktionen auf dem SMP-Bus 20 als auch eine oder mehrere
Kohärenzoperationen
auf dem Netzwerk 14 beinhalten.
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Jeder SMP-Knoten 12 ist
im wesentlichen ein SMP-System mit einem Speicher 22 als
dem gemeinsam genutzten Speicher. Die Prozessoren 16 sind
Hochleistungsprozessoren. Nach einer Ausführungsform ist jeder Prozessor 16 ein
mit Version 9 der SPARC-Prozessorarchitektur
konformer SPARC-Prozessor. Es wird jedoch darauf hingewiesen, daß jede beliebige
Prozessorarchitektur von den Prozessoren 16 verwendet werden
kann.
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Typischerweise enthalten die Prozessoren 16 interne
Befehls- und Daten-Cachespeicher.
Daher werden die externen Cachespeicher 18 als L2- Cachespeicher
bezeichnet (für
Stufe 2, wobei die internen Cachespeicher die Stufe-1-Cachespeicher
sind). Wenn die Prozessoren 16 nicht mit internen Cachespeichern
eingerichtet sind, dann sind die externen Cachespeicher 18 die
Stufe-1-Cachespeicher. Es wird darauf hingewiesen, daß die "Stufen"-Nomenklatur verwendet wird, um die Nähe eines
bestimmten Cachespeichers zum Verarbeitungskern innerhalb von Prozessor 16 anzugeben.
Stufe 1 ist die näheste
am Verarbeitungskern, Stufe 2 ist die nächst näheste, etc. Die externen Cachespeicher 18 ermöglichen
schnellen Zugriff auf Speicheradressen, auf die von dem daran angeschlossenen
Prozessor 16 häufig
zugegriffen wird. Es wird darauf hingewiesen, daß die externen Cachespeicher 18 in
jeder beliebigen einer Vielfalt von speziellen Cacheanordnungen eingerichtet
werden können.
Zum Beispiel können mengenassoziative
oder direkt abgebildete Konfigurationen von den externen Cachespeichern 18 verwendet
werden.
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Der SMP-Bus 20 unterstützt die
Kommunikation zwischen den Prozessoren 16 (durch die Cachespeicher 18),
dem Speicher 22, der Systemschnittstelle 24 und
der I/O-Schnittstelle 26. Nach einer Ausführungsform
enthält
der SMP-Bus 20 sowohl einen Adreßbus und zugehörige Steuersignale
als auch einen Datenbus und zugehörige Steuersignale. Da die
Adreß-
und Datenbusse getrennt sind, kann ein geteiltes Transaktionsbusprotokoll
bzw. ein Split-Transaction-Busprotokoll
auf dem SMP-Bus 20 angewandt werden. Allgemein gesprochen
ist ein geteiltes Transaktionsbusprotokoll ein Protokoll, in dem eine
Transaktion, die auf dem Adreßbus
erfolgt, sich von einer gleichzeitigen Transaktion, die auf dem
Datenbus erfolgt, unterscheiden kann. Transaktionen, die eine Adresse
und Daten einbeziehen, umfassen eine Adreßphase, in welcher die Adresse
und die zugehörige
Steuerinformation auf dem Adreßbus
transportiert wird, und eine Datenphase, in welcher die Daten auf
dem Datenbus transportiert werden. Zusätzliche Adreßphasen
und/oder Datenphasen für andere
Transaktionen können
vor der Datenphase, die einer bestimmten Adreßphase entspricht, eingeleitet
werden. Eine Adreßphase
und die entsprechende Datenphase können in verschiedener Art und Weise
miteinander korreliert werden. Zum Beispiel können Datentransaktionen in
derselben Reihenfolge erfolgen, in der die Adreßtransaktionen erfolgen. Alternativ
können
die Adreß-
und Datenphasen einer Transaktion mittels eines eindeutigen Tags
bezeichnet werden.
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Der Speicher 22 ist dafür eingerichtet,
Daten und Befehlscode zum Gebrauch durch die Prozessoren 16 zu
speichern. Der Speicher 22 umfaßt vorzugsweise dynamischen,
wahlfrei zugreifbaren Speicher (Dynamic Random Access Memory, DRAM),
obwohl jede beliebige Art von Speicher verwendet werden kann. Der
Speicher 22 bildet in Verbindung mit den ähnlich dargestellten
Speichern in den anderen SMP-Knoten 12 eine verteiltes,
gemeinsam genutztes Speichersystem. Jede Adresse in dem Adreßraum des
verteilten, gemeinsam genutzten Speichers ist einem bestimmten Knoten
zugewiesen, der als der Heimatknoten der Adresse be zeichnet wird. Ein
Prozessor innerhalb eines anderen Knotens als des Heimatknotens
kann auf die Daten an einer Adresse des Heimatknotens zugreifen
und dabei möglicherweise
die Daten im Cache speichern. Somit wird die Kohärenz sowohl zwischen den SMP-Knoten 12 als
auch zwischen den Prozessoren 16 und den Cachespeichern 18 innerhalb
eines bestimmten SMP-Knotens 12A–12D aufrecht
erhalten. Die Systemschnittstelle 24 sorgt für Kohärenz zwischen
Knoten, während
das Mitlesen bzw. Snooping auf dem SMP-Bus 20 für Kohärenz innerhalb
von Knoten sorgt.
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Über
das Aufrechterhalten der Kohärenz zwischen
Knoten hinaus erkennt die Systemschnittstelle 24 Adressen
auf dem SMP-Bus 20, die eine Datenübertragung an einen oder von
einem anderen SMP-Knoten 12 erforderlich machen. Die Systemschnittstelle 24 führt die Übertragung
durch und stellt die entsprechenden Daten für die Übertragung auf dem SMP-Bus 20 bereit.
Nach der abgebildeten Ausführungsform
ist die Systemschnittstelle 24 an ein Punkt-zu-Punkt-Netzwerk 14 angeschlossen.
Es wird jedoch darauf hingewiesen, daß nach alternativen Ausführungsformen
andere Netzwerke verwendet werden können. In einem Punkt-zu-Punkt-Netzwerk sind individuelle
Verbindungen zwischen allen Knoten in dem Netzwerk vorhanden. Ein
bestimmter Knoten kommuniziert direkt mit einem zweiten Knoten über einen
dedizierten Knoten. Um mit einem dritten Knoten zu kommunizieren,
macht der betreffende Knoten von einer anderen Verbindung Gebrauch
als derjenigen, die zur Kommunikation mit dem zweiten Knoten verwendet
wird.
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Es wird darauf hingewiesen, daß Ausführungsformen
des Computersystems 10, die irgendeine beliebige Anzahl
von Knoten verwenden, betrachtet werden, auch wenn in 1 vier SMP-Knoten 12 abgebildet
sind.
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Die 1A und 1B sind konzeptionelle Darstellungen
von verteilten Speicherarchitekturen, die von einer Ausführungsform
des Computersystems 10 unterstützt werden. Speziell stellen
die 1A und 1B alternative Arten und
Weisen dar, in denen jeder SMP-Knoten 12 aus 1 Daten im Cache speichern
und Speicherzugriffe durchführen
kann. Details bezüglich
der Art, in der das Computersystem 10 solche Zugriffe unterstützt, werden
unten genauer beschrieben.
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Gemäß 1A ist ein logisches Diagramm einer ersten
Speicherarchitektur 30 dargestellt, die von einer Ausführungsform
des Computersystems 10 unterstützt wird. Die Architektur 30 enthält mehrere
Prozessoren 32A–32D,
mehrere Cachespeicher 34A–34D, mehrere Speicher 36A–36D und
ein Verbindungsnetzwerk 38. Die mehreren Speicher 36 bilden
einen verteilten, gemeinsam genutzten Speicher. Jede Adresse innerhalb
des Adreßraumes
entspricht einer Speicherstelle innerhalb eines der Speicher 36.
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Die Architektur 30 ist eine
nicht-einheitliche bzw. nicht-gleichförmige Speicherarchitektur bzw. eine
Non-Uniform Memory Architecture (NUMA). In einer NUMA-Architektur
kann die benötigte
Zeit zum Zugriff auf eine erste Speicheradresse wesentlich verschieden
sein von der benötigten
Zeit für
den Zugriff auf eine zweite Speicheradresse. Die Zugriffszeit ist
abhängig
vom Ursprung der Zugriffs und von der Lage bzw. Stelle des Speichers 36A–36D,
welcher die Daten, auf die zugegriffen wird, speichert. Wenn zum
Beispiel Prozessor 32A auf eine erste Speicheradresse zugreift,
die in Speicher 36A gespeichert ist, kann die Zugriffszeit
bedeutend kürzer
sein als die Zugriffszeit für
einen Zugriff auf eine zweite Speicheradresse, die in einem der
Speicher 36B–36D gespeichert
ist. Das heißt,
ein Zugriff von Prozessor 32A auf den Speicher 36A kann
lokal erledigt werden (z. B. ohne Übertragung auf dem Netzwerk 38),
während ein
Zugriff von Prozessor 32A auf den Speicher 36B über das
Netzwerk 38 durchgeführt
wird. Typischerweise ist ein Zugriff über das Netzwerk 38 langsamer als
ein Zugriff, der innerhalb eines lokalen Speichers erledigt wird.
Zum Beispiel könnte
ein lokaler Zugriff in wenigen Hundert Nanosekunden abgeschlossen werden,
während
ein Zugriff über
das Netzwerk wenige Mikrosekunden benötigen könnte.
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Daten, die in entfernten Knoten gespeicherten
Adressen entsprechen, können
in irgendeinem der Cachespeicher 34 gespeichert werden.
Sobald jedoch ein Cachespeicher 34 die Daten, die einer
solchen entfernten Adresse entsprechen, verwirft, wird ein nachfolgender
Zugriff auf die entfernte Adresse mittels einer Übertragung über das Netzwerk 38 absolviert.
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NUMA-Architekturen können ausgezeichnete
Leistungsmerkmale für
Softwareanwendungen zur Verfügung
stellen, die Adressen verwenden, die in erster Linie einem bestimmten
lokalen Speicher entsprechen. Softwareanwendungen, die zufälligere bzw.
willkürlichere
Zugriffsmuster aufweisen und die ihre Speicherzugriffe nicht auf
Adressen innerhalb eines bestimmten lokalen Speichers einschränken, können andererseits
eine große
Menge von Netzwerkverkehr erfahren, wenn ein bestimmter Prozessor 32 wiederholte
Zugriffe auf entfernte Knoten durchführt.
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Gemäß 1 B ist ein logisches Diagramm einer
zweiten Speicherarchitektur 40 dargestellt, die vom in 1 abgebildeten Computersystem 10 unterstützt wird.
Die Architektur 40 enthält
mehrere Prozessoren 42A–42D, mehrere Cachespeicher 44A–44D,
mehrere Speicher 46A–46D und
das Netzwerk 48. Die Speicher 46 sind jedoch logisch
zwischen die Cachespeicher 44 und das Netzwerk 48 geschaltet.
Die Speicher 46 dienen als größere Cachespeicher (z. B. ein
Stufe-3-Cache), die Adressen speichern, auf die von den entsprechenden
Prozessoren 42 zugegriffen wird. Man sagt, die Speicher 46 "ziehen" die Daten "an", mit denen von einem
entsprechenden Prozessor 42 operiert wird. Im Gegensatz
zu der in 1A abgebildeten
NUMA-Architektur reduziert die Architektur 40 die Anzahl
von Zugriffen über
das Netzwerk 48, indem entfernte Daten im lokalen Speicher gespeichert
werden, wenn der lokale Prozessor auf diese Daten zugreift.
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Die Architektur 40 wird
als Nur-Cache-Speicherarchitektur bzw. Cache-Only Memory Architecture
(COMA) bezeichnet. Mehrere Stellen innerhalb des verteilten, gemeinsam
genutzten Speichers, der durch die Kombination der Speicher 46 gebildet
wird, können
Daten, die einer bestimmten Adresse entsprechen, speichern. Es ist
keine permanente Abbildung einer bestimmten Adresse zu einer bestimmten Speicherstelle
zugewiesen. Statt dessen ändert
sich die Stelle, die einer bestimmten Adresse entsprechende Daten
speichert, dynamisch abhängig
von den Prozessoren 42, die auf diese bestimmte Adresse
zugreifen. Umgekehrt ist in der NUMA-Architektur eine bestimmte Speicherstelle
innerhalb der Speicher 46 einer bestimmten Adresse zugewiesen.
Die Architektur 40 paßt
sich den Speicherzugriffsmustern an, die von Anwendungen, die darauf
ausgeführt werden,
durchgeführt
werden, und die Kohärenz
zwischen den Speichern 46 wird aufrecht erhalten.
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Nach einer bevorzugten Ausführungsform unterstützt das
Computersystem 10 beide Speicherarchitekturen, die in den 1A und 1B abgebildet sind. Insbesondere kann
auf eine Speicheradresse in einer NUMA-Art und Weise von einem SMP-Knoten 12A–12D zugegriffen
werden, während
auf sie in einer COMA-Art und Weise von einem anderen SMP-Knoten 12A–12D zugegriffen
wird. Nach einer Ausführungsform
wird ein NUMA-Zugriff erkannt, wenn bestimmte Bits der Adresse auf
dem SMP-Bus 20 einen anderen SMP-Knoten 12 als
den Heimatknoten der überreichten
Adresse bezeichnen. Ansonsten wird von einem COMA-Zugriff ausgegangen. Zusätzliche
Details werden unten dargelegt.
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Nach einer Ausführungsform wird die COMA-Architektur
unter Verwendung einer Kombination von Hardware- und Software-Techniken
implementiert. Hardware erhält
die Kohärenz
zwischen den lokal im Cache gespeicherten Kopien von Seiten, und Software
(z. B. das im Computersystem 10 eingesetzte Betriebssystem)
ist für
das Zuordnen bzw. Reservieren und Aufheben der Zuordnung bzw. Freigeben
von Cacheseiten verantwortlich.
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2 stellt
Details einer Implementierung eines SMP-Knotens 12A dar,
der im allgemeinen dem in 1 abgebildeten
SMP-Knotens 12A entspricht. Andere Knoten 12 können ähnlich eingerichtet
sein. Es wird darauf hingewiesen, daß alternative, spezifische
Implementierungen jedes SMP-Knotens 12 aus 12 ebenso möglich sind. Die Implementierung des
SMP-Knotens 12A, die in 2 abgebildet
ist, enthält
mehrere Unterknoten wie die Unterknoten 50A und 50B.
Jeder Unterknoten 50 beinhaltet zwei Prozessoren 16 und
entsprechende Cachespeicher 18, einen Speicheranteil 56,
eine Adreßsteuerung 52 und
eine Datensteuerung 54. Die Speicheranteile 56 innerhalb
der Unterknoten 50 bilden gemeinsam den Speicher 22 des
SMP-Knotens 12A aus 1.
Andere Unterknoten (nicht abgebildet) sind darüber hinaus an den SMP-Bus 20 angeschlossen,
um die I/O-Schnittstellen 26 zu bilden.
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Wie in 2 dargestellt
beinhaltet der SMP-Bus 20 einen Adreßbus 58 und einen
Datenbus 60. Eine Adreßsteuerung 52 ist
an den Adreßbus 58 angeschlossen,
und eine Datensteuerung 54 ist an den Datenbus 60 angeschlossen. 2 veranschaulicht auch die
Systemschnittstelle 24, die einen Logikblock 62 der
Systemschnittstelle, einen Übersetzungsspeicher 64,
ein Verzeichnis 66 und ein Speicher-Tag (MTAG) 68 beinhaltet.
Der Logikblock 62 ist sowohl an den Adreßbus 58 als
auch an den Datenbus 60 angeschlossen und setzt bzw. bestätigt ein
Ignoriersignal 70 auf dem Adreßbus 58 unter gewissen Bedingungen,
wie weiter unten erläutert
wird. Darüber
hinaus ist der Logikblock 62 an den Übersetzungsspeicher 64,
das Verzeichnis 66, das MTAG 68 und das Netzwerk 14 angeschlossen.
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Für
die Ausführungsform
von 2 ist jeder Unterknoten 50 auf
einer Platine (Printed Circuit Board) eingerichtet, die in eine
Rückwand
bzw. Backplane, auf der der SMP-Bus 20 liegt, eingesetzt
wird. Auf diese Weise kann die Anzahl von Prozessoren und/oder I/O-Schnittstellen 26,
die in einem SMP-Knoten 12 enthalten sind, durch Einsetzen
oder Entfernen von Unterknoten 50 variiert werden. Zum Beispiel
kann das Computersystem 10 anfänglich mit einer kleinen Anzahl
von Unterknoten 50 eingerichtet werden. Zusätzliche
Unterknoten 50 können
von Zeit zu Zeit hinzugefügt
werden, wenn die von den Benutzern des Computersystems 10 benötigte Rechenleistung
wächst.
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Die Adreßsteuerung 52 stellt
eine Schnittstelle zwischen den Cachespeichern 18 und dem Adreßanteil
des SMP-Busses 20 zur Verfügung. Nach der abgebildeten
Ausführungsform
beinhaltet die Adreßsteuerung 52 eine
Ausgangswarteschlange 72 und eine gewisse Anzahl von Eingangswarteschlangen 74.
Die Ausgangswarteschlange 72 puffert Transaktionen von
den Prozessoren, die damit verbunden sind, bis der Adreßsteuerung 52 Zugriff auf
den Adreßbus 58 gewährt wird.
Die Adreßsteuerung 52 führt die
Transaktionen, die in der Ausgangswarteschlange 72 gespeichert
sind, in der Reihenfolge durch, in der sie in die Ausgangswarteschlange 72 gestellt
wurden (d. h. die Ausgangswarteschlange 72 ist eine FIFO-Warteschlange). Sowohl
die Transaktionen, die von der Adreßsteuerung 52 durchgeführt werden,
als auch die Transaktionen, die vom Adreßbus 58 empfangen
und von den Cachespeichern 18 und den Cachespeichern innerhalb
der Prozessoren 16 mitgelesen werden sollen, werden in
die Eingangswarteschlange 74 gestellt.
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Ähnlich
zur Ausgangswarteschlange 72 ist die Eingangswarteschlange 74 eine
FIFO-Warteschlange.
Alle Adreßtransaktionen
werden in der Eingangswarteschlange 74 jedes Unterknotens 50 gespeichert
(sogar innerhalb der Eingangswarteschlange 74 desjenigen
Unterknotens 50, der die Adreßtransaktion einleitet). Adreßtransaktionen
werden folglich an die Cachespeicher 18 und die Prozessoren 16 zum
Mitlesen in derselben Reihenfolge überreicht, in der sie auf dem
Adreßbus 58 auftreten.
Die Reihenfolge, in der Transaktionen auf dem Adreßbus 58 auftreten,
ist die Reihenfolge für
dem SMP-Knoten 12A. Jedoch wird von dem gesamten System
angenommen, daß es
eine einzige globale Speicherreihenfolge hat. Diese Erwartung einer
Anordnung erzeugt sowohl in der NUMA- als auch in der COMA-Architektur,
die vom Computersystem 10 eingesetzt bzw. angewandt wird,
Probleme, da die globale Reihenfolge möglicherweise aufgrund der Reihenfolge
von Operationen auf dem Netzwerk 14 bereitgestellt werden
muß. Wenn
zwei Knoten eine Transaktion auf bzw. für einer) Adresse durchführen, definiert die
Reihenfolge, in der die entsprechenden Kohärenzoperationen beim Heimatknoten
für die
Adresse auftreten, die Reihenfolge der zwei Transaktionen, wie sie
in jedem Knoten ge sehen wird. Wenn zum Beispiel zwei Schreiboperationen
für dieselbe
Adresse durchgeführt
werden, dann sollte die zweite Schreiboperation, die beim Heimatknoten
der Adresse eintrifft, die zweite Schreibtransaktion sein, die abgeschlossen
bzw. erledigt wird (d. h. eine Bytespeicherstelle, die von beiden
Transaktionen aktualisiert wird, speichert zum Abschluß beider
Transaktionen einen Wert, der von der zweiten Transaktion bereitgestellt
wird). Jedoch kann bei dem Knoten, der die zweite Transaktion durchführt, tatsächlich die
zweite Transaktion zuerst auf dem SMP-Bus 20 aufgetreten sein.
Das Ignoriersignal 70 ermöglicht es, daß die zweite
Transaktion an die Systemschnittstelle 24 übermittelt
wird, ohne daß der
Rest des SMP-Knotens 12 auf
die Transaktion reagiert.
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Daher verwendet der Logikblock 62 der
Systemschnittstelle das Ignoriersignal 70, um effektiv mit den Reihenfolgeneinschränkungen
bzw. -randbedingungen zu arbeiten, die durch die Ausgangswarteschlangen-/Eingangswarteschlangenstruktur
der Adreßsteuerung 52 auferlegt
werden. Wenn eine Transaktion auf dem Adreßbus 58 überreicht
wird und Logikblock 62 der Systemschnittstelle erkennt, daß eine entfernte
Transaktion als Reaktion auf die Transaktion durchgeführt werden
soll, setzt bzw. bestätigt
der Logikblock 62 das Ignoriersignal 70. Das Setzen
des Ignoriersignals 70 bezogen auf eine Transaktion veranlaßt die Adreßsteuerung 52,
die Speicherung der Transaktion in den Eingangswarteschlangen 74 zu
verhindern. Daher können
andere Transaktionen, die im Anschluß an die ignorierte Transaktion
auftreten und lokal innerhalb des SMP-Knotens 12A erledigt
werden können,
außer der
Reihe bezüglich
der ignorierten Transaktion abgeschlossen werden, ohne die Reihenfolgeregeln der
Eingangswarteschlange 74 zu verletzen. Insbesondere können Transaktionen,
die von der Systemschnittstelle 24 als Reaktion auf eine
Kohärenzaktivität auf dem
Netzwerk 14 durchgeführt
werden, im Anschluß an
die ignorierte Transaktion durchgeführt und abgeschlossen werden.
Wenn eine Antwort von der entfernten Transaktion empfangen wird,
kann die ignorierte Transaktion vom Logikblock 62 der Systemschnittstelle
erneut auf dem Adreßbus 58 ausgegeben
werden. Die Transaktion wird dadurch in die Eingangswarteschlange 74 gestellt
und kann der Reihe nach mit Transaktionen, die zum Zeitpunkt der erneuten
Ausgabe auftreten, abgeschlossen werden.
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Es ist darauf hinzuweisen, daß nach einer Ausführungsform
dann, wenn einmal eine Transaktion von einer bestimmten Adreßsteuerung 52 ignoriert
wurde, auch nachfolgende, kohärente
Transaktionen von dieser betreffenden bzw. bestimmten Adreßsteuerung 52 ignoriert
werden. Transaktionen von einem bestimmten Prozessor 16 können eine wichtige
Reihenfolgebeziehung untereinander haben, unabhängig von den Reihefolgeanforderungen, die
durch das Überreichen
auf dem Adreßbus 58 auferlegt
werden. Zum Beispiel kann eine Transaktion von einer anderen Transaktion
durch einen Speichersynchronisierungsbefehl wie dem MEMBAR-Befehl, der in der
SPARC-Architektur enthalten ist, getrennt werden. Der Prozessor 16 übermittelt
die Transaktionen in der Reihenfolge, in der die Transaktionen mit Bezug
zueinander durchgeführt
werden sollen. Die Transaktionen sind innerhalb der Ausgangswarteschlange 72 der
Reihe nach geordnet und daher sind die Transaktionen, die von einer
bestimmten Ausgangswarteschlange 72 ausgehen, der Reihe
nach durchzuführen.
Das Ignorieren nachfolgender Transaktionen von einer bestimmten
Adreßsteuerung 52 ermöglicht es,
die Regeln zur richtigen Reihenfolge für eine bestimmte Ausgangswarteschlange 72 einzuhalten.
Es wird darüber
hinaus darauf hingewiesen, daß nicht
alle Transaktionen von einem bestimmten Prozessor geordnet sein
müssen.
Es ist jedoch schwierig, auf dem Adreßbus 58 zu bestimmen, welche
Transaktionen geordnet sein müssen
und welche Transaktionen nicht geordnet zu sein brauchen. Daher
behält
in dieser Implementierung der Logikblock 62 die Reihenfolge
bei allen Transaktionen von einer bestimmten Ausgangswarteschlange 72 bei.
Es wird darauf hingewiesen, daß andere
Implementierungen von Unterknoten 50 möglich sind, die Ausnahmen von
dieser Regel zulassen.
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Die Datensteuerung 54 leitet
Daten zu und von dem Datenbus 60, dem Speicheranteil 56 und den
Cachespeichern 18. Die Datensteuerung 54 kann
Eingangs- und Ausgangswarteschlangen ähnlich zur Adreßsteuerung 52 beinhalten.
Nach einer Ausführungsform
verwendet die Datensteuerung 54 mehrere physikalische Einheiten
in einer byteweise aufgeteilten bzw. byte-sliced Buskonfiguration.
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Die Prozessoren 16 enthalten
wie in 2 abgebildet
Speicherverwaltungseinheiten (Memory Management Units, MMUs) 76A–76B.
Die MMUs 76 führen
sowohl auf den Datenadressen, die von dem auf den Prozessoren 16 ausgeführten Befehlscode erzeugt
werden, als auch auf den Befehlsadressen eine Übersetzung von virtuellen in
physikalische Adressen durch. Die Adressen, die als Reaktion auf die
Befehlsausführung
erzeugt werden, sind virtuelle Adressen. Mit anderen Worten sind
die virtuellen Adressen diejenigen Adressen, die vom Programmierer
des Befehlscode kreiert werden. Die virtuellen Adressen werden durch
einen Mechanismus zur Adreßübersetzung
(verkörpert
in den MMUs 76) gereicht, von dem entsprechende physikalische
Adressen kreiert werden. Die physikalische Adresse gibt die Speicherstelle
innerhalb des Speichers 22 an.
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Die Adreßübersetzung wird aus vielen
Gründen
durchgeführt.
Zum Beispiel kann der Mechanismus zur Adreßübersetzung verwendet werden,
um einer bestimmten Berechnungsaufgabe den Zugriff auf gewisse Speicheradressen
zu gewähren
oder zu verweigern. Auf diese Weise werden Daten und Befehle innerhalb
einer Berechnungsaufgabe von den Daten und Befehlen einer anderen
Berechnungsaufgabe isoliert. Zusätzlich
können
Teile der Daten und Befehle einer Berechnungsaufgabe auf ein Plattenlaufwerk
per Paging ausgelagert werden. Wenn ein Teil per Paging ausgelagert
wird, wird die Übersetzung
ungültig
gemacht. Beim Zugriff auf den Teil durch eine Berechnungsaufgabe
tritt eine Unterbrechung bzw. ein Interrupt aufgrund der fehlgeschlagenen Übersetzung
auf. Der Interrupt erlaubt es dem Betriebssystem, die entsprechende
Information vom Plattenlaufwerk zurückzuholen. Auf diese Weise kann
mehr virtu eller Speicher als tatsächlicher Speicher im Speicher 22 verfügbar sein.
Viele andere Verwendungen von virtuellem Speicher sind wohl bekannt.
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Wiederum gemäß dem in 1 abgebildeten Computersystem 10 in
Verbindung mit der in 2 veranschaulichten
Implementierung des SMP-Knotens 12A ist die von den MMUs 76 berechnete
physikalische Adresse eine lokale physikalische Adresse (LPA), die
eine Stelle innerhalb des Speichers 22 definiert, die einem
SMP-Knoten 12, in dem der Prozessor 16 angesiedelt
ist, zugeordnet ist. Das MTAG 68 speichert einen Kohärenzzustand
für jede "Kohärenzeinheit" im Speicher 22.
Wenn eine Adreßtransaktion
auf dem SMP-Bus 20 durchgeführt wird, überprüft der Logikblock 62 der
Systemschnittstelle den Kohärenzzustand,
der im MTAG 68 für
die Kohärenzeinheit,
auf die zugegriffen wird, gespeichert ist. Wenn der Kohärenzzustand
anzeigt, daß der SMP-Knoten 12 ausreichende
Zugriffsrechte auf die Kohärenzeinheit
hat, um den Zugriff durchzuführen, dann
macht bzw. geht die Adreßtransaktion
weiter. Wenn jedoch der Kohärenzzustand
anzeigt, daß die Kohärenzaktivität vor Abschluß der Transaktion durchgeführt werden
sollte, dann setzt der Logikblock 62 der Systemschnittstelle
das Ignoriersignal 70. Der Logikblock 62 führt Kohärenzoperationen
auf dem Netzwerk 14 durch, um den geeigneten Kohärenzzustand
zu erhalten. Wenn der geeignete Kohärenzzustand erlangt ist, dann
gibt der Logikblock 62 die ignorierte Transaktion erneut
auf dem SMP-Bus 20 aus. Im Anschluß daran wird die Transaktion
abgeschlossen.
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Allgemein gesprochen zeigt der Kohärenzzustand,
der für
eine Kohärenzeinheit
an einer bestimmten Speicherstelle (z. B. einem Cache oder einem
Speicher 22) gehalten wird, die Zugriffsrechte auf die
Kohärenzeinheit
an diesem SMP-Knoten 12 an. Das Zugriffsrecht zeigt sowohl
die Gültigkeit
einer Kohärenzeinheit
als auch die gewährte
Lese-/Schreibberechtigung für
die Kopie der Kohärenzeinheit
innerhalb dieses SMP-Knotens 12 an. Nach einer Ausführungsform
sind die Kohärenzzustände, die
vom Computersystem 10 verwendet werden, "modifiziert", "im Besitz", "gemeinsam genutzt" und "ungültig". Der Zustand "modifiziert" zeigt an, daß der SMP-Knoten 12 die
entsprechende Kohärenzeinheit aktualisiert
hat. Daher besitzen andere SMP-Knoten 12 keine Kopie der
Kohärenzeinheit.
Zusätzlich
wird die Kohärenzeinheit
in den Heimatkonten zurückgespeichert,
wenn die geänderte
Kohärenzeinheit
vom SMP-Knoten 12 gestrichen bzw. verworfen wird. Der Zustand "im Besitz" zeigt an, daß der SMP-Knoten 12 für die Kohärenzeinheit
verantwortlich ist, aber andere SMP-Knoten 12 können eine
gemeinsam genutzte Kopie haben. Wiederum wird die Kohärenzeinheit
in den Heimatkonten zurückgespeichert,
wenn die Kohärenzeinheit
vom SMP-Knoten 12 verworfen wird. Der Zustand "gemeinsam genutzt" zeigt an, daß der SMP-Knoten 12 die
Kohärenzeinheit
lesen kann, jedoch die Kohärenzeinheit
nicht aktualisieren darf, ohne den Zustand "im Besitz" zu erhalten. Zusätzlich können andere SMP-Knoten 12 gleichfalls
Kopien der Kohärenzeinheit
besitzen. Schließlich
zeigt der Zustand "ungültig" an, daß der SMP-Knoten 12 keine Kopie
der Kohärenzeinheit
besitzt.
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Nach einer Ausführungsform zeigt der Zustand "modifiziert" Schreibberechtigung
an und jeder Zustand außer "ungültig" zeigt Leseberechtigung
für die
entsprechende Kohärenzeinheit
an.
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In dem hier verwendeten Sinn ist
eine Kohärenzeinheit
eine Anzahl von zusammenhängenden Bytes
von Speicher, die zu Kohärenzzwecken
als eine Einheit behandelt werden. Wenn zum Beispiel ein Byte innerhalb
der Kohärenzeinheit
aktualisiert wird, wird die gesamte Kohärenzeinheit als aktualisiert
betrachtet. Nach einer spezifischen Ausführungsform ist die Kohärenzeinheit
ein Cacheblock bzw. eine Cache-Zeile, die 64 zusammenhängende Bytes
umfaßt.
Es versteht sich jedoch, daß eine
Kohärenzeinheit
jede beliebige Anzahl von Bytes umfassen kann.
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Die Systemschnittstelle 24 beinhaltet
auch einen Übersetzungsmechanismus,
der von dem Übersetzungsspeicher 64 Gebrauch
macht, um Übersetzungen
von der lokalen, physikalischen Adresse in eine globale Adresse
(GA) zu speichern. Gewisse Bits innerhalb der globalen Adresse geben den
Heimatknoten für
die Adresse an, bei dem Kohärenzinformation
für diese
globale Adresse gespeichert ist. Zum Beispiel kann eine Ausführungsform des
Computersystems 10 vier SMP-Knoten 12 wie die
von 1 verwenden. In
einer solchen Ausführungsform
zeigen zwei Bits der globalen Adresse den Heimatknoten an. Vorzugsweise
werden Bits vom höchstwertigen
Teil der globalen Adresse verwendet, um den Heimatknoten anzuzeigen.
Dieselben Bits werden in der lokalen physikalischen Adresse verwendet,
um NUMA-Zugriffe anzuzeigen. Wenn die Bits der LPA anzeigen, daß der lokale
Knoten nicht der Heimatknoten ist, dann ist die LPA eine globale Adresse
und die Transaktion wird im NUMA-Modus durchgeführt. Daher setzt das Betriebssystem
globale Adressen in den MMUs 76 für jede NUMA-artige Seite. Umgekehrt
setzt das Betriebssystem LPAs in den MMUs 76 für jede COMA-artige
Seite. Es wird darauf hingewiesen, daß eine LPA gleich einer GA sein
kann (sowohl für
NUMA-Zugriffe als
auch für
globale Adressen, deren Heimat innerhalb des Speichers 22 in
dem Knoten ist, in dem die LPA dargestellt wird). Alternativ kann
eine LPA in eine GA übersetzt
werden, wenn die LPA Speicherstellen anzeigt, die zum Speichern
von Kopien von Daten verwendet werden, die eine Heimat in einem
anderen SMP-Knoten 12 haben.
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Das Verzeichnis 66 eines
bestimmten Heimatknotens zeigt an, welche SMP-Knoten 12 Kopien von
Daten haben, die einer gegebenen globalen Adresse, die dem Heimatknoten
zugewiesen ist, entsprechen, so daß die Kohärenz zwischen den Kopien aufrecht
gehalten werden kann. Darüber
hinaus gibt das Verzeichnis 66 des Heimatknotens den SMP-Knoten 12 an,
der die Kohärenzeinheit
in Besitz hat. Daher wird die systemweite (oder globale) Kohärenz unter
Verwendung des MTAG 68 und des Verzeichnisses 66 aufrecht
erhalten, während
die lokale Kohärenz
zwischen den Cachespeichern 18 und den Prozessoren 16 mittels
Mitlesen aufrecht erhalten wird. Das Verzeichnis 66 speichert
die Kohärenzinformation,
die den Kohärenzeinheiten
entspricht, welche dem SMP-Knoten 12A zugewiesen sind (d.
h. für
die der SMP-Knoten 12A der Heimatknoten ist).
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Es ist darauf hinzuweisen, daß für die Ausführungsform
von 2 das Verzeichnis 66 und
das MTAG 68 für
jede Kohärenzeinheit
(d. h. auf der Basis von Kohärenzeinheiten)
Information speichert. Umgekehrt speichert der Übersetzungsspeicher 64 Übersetzungen
von lokalen physikalischen in globale Adressen, die für Seiten
definiert sind. Eine Seite umfaßt
mehrere Kohärenzeinheiten
und hat typischerweise ein Größe von einigen
Kilobytes oder sogar Megabytes.
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Die Software kreiert demgemäß Übersetzungen
von lokalen physikalischen Adressen in globale Adressen auf der
Basis von Seiten (dadurch wird eine lokale Speicherseite zum Speichern
einer Kopie einer entfernt gespeicherten, globalen Seite zugeordnet).
Daher werden Blöcke
des Speichers 22 gleichfalls einer bestimmten globalen
Adresse auf der Basis von Seiten zugeordnet. Wie oben dargelegt
werden jedoch Kohärenzzustände und
Kohärenzaktivitäten auf
einer Kohärenzeinheit
durchgeführt.
Daher werden die Daten, die einer Seite entsprechen, nicht notwendigerweise
in den zugeordneten Speicher übertragen,
wenn eine Seite im Speicher einer bestimmten globalen Adresse zugeordnet
wird. Statt dessen werden dann, wenn die Prozessoren 16 auf verschiedene
Kohärenzeinheiten
innerhalb der Seite zugreifen, diese Kohärenzeinheiten vom Besitzer
der Kohärenzeinheit übertragen.
Auf diese Weise werden die Daten, auf die tatsächlich vom SMP-Knoten 12A zugegriffen
wird, in den entsprechenden Speicher 22 übertragen.
Daten, auf die vom SMP-Knoten 12A nicht zugegriffen wird,
brauchen nicht übertragen
zu werden, wodurch die Gesamtnutzung von Bandbreite auf dem Netzwerk
14 im Vergleich zu Ausführungsformen,
welche die Seite von Daten beim Reservieren der Seite im Speicher 22 übertragen,
reduziert wird.
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Es ist darauf hinzuweisen, daß nach einer Ausführungsform
der Übersetzungsspeicher 64,
das Verzeichnis 66 und/oder das MTAG 68 Cachespeicher
sein können,
die nur einen Teil der zugeordneten Übersetzungs-, Verzeichnis-
bzw. MTAG-Information speichern. Die Gesamtheit der Übersetzungs-,
Verzeichnis- und MTAG-Information ist in Tabellen innerhalb des
Speichers 22 oder einem dafür bestimmten Speicher (nicht
abgebildet) gespeichert. Wenn für
einen Zugriff benötigte
Information nicht im entsprechenden Cache gefunden wird, wird von
der Systemschnittstelle 24 auf die Tabellen zugegriffen.
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Gemäß 2A ist ein exemplarischer Verzeichniseintrag 71 dargestellt.
Der Verzeichniseintrag 71 kann von einer Ausführungsform
des in 2 abgebildeten
Verzeichnisses 66 verwendet werden. Andere Ausführungsformen
des Verzeichnisses 66 können
davon verschiedene Verzeichniseinträge verwenden. Der Verzeichniseintrag 71 beinhaltet
ein Gültigbit
bzw. Valid-Bit 73, ein Zurückschreibbit bzw. Write-Back-Bit 75,
ein Besitzerfeld bzw. Owner-Field 77 und ein Gemeinsame-Nutzer-Feld
bzw. Sharers-Field 79. Der Verzeichniseintrag 71 befindet
sich innerhalb der Tabelle von Verzeichniseinträgen und wird innerhalb der
Tabelle mittels der globalen Adresse, welche die entsprechende Kohärenzeinheit
angibt, lokalisiert. Genauer wird der einer Kohärenzeinheit zugeordnete Verzeichniseintrag 71 innerhalb
der Tabelle von Ver zeichniseinträgen
mit einem Offset gespeichert, der aus der globalen Adresse, welche die
Kohärenzeinheit
angibt, gebildet wird.
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Das Gültigbit 73 zeigt,
wenn es gesetzt ist, an daß der
Verzeichniseintrag 71 gültig
ist (d. h. daß der
Verzeichniseintrag 71 Kohärenzinformation für eine entsprechende
Kohärenzeinheit
speichert). Wenn es gelöscht
ist, zeigt das Gültigbit 73 an,
daß der
Verzeichniseintrag 71 ungültig ist.
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Das Besitzerfeld 77 bezeichnet
einen von den SMP-Knoten 12 als den Besitzer der Kohärenzeinheit.
Der besitzende SMP-Knoten 12A–12D hält die Kohärenzeinheit
entweder im Zustand "modifiziert" oder im Zustand "in Besitz". Typischerweise
erhält
der besitzende SMP-Knoten 12A–12D die
Kohärenzeinheit
im Zustand "modifiziert" (siehe 13 unten). Anschließend kann
der besitzende SMP-Knoten 12A–12D dann in den Zustand "in Besitz" übergehen, indem er eine Kopie
der Kohärenzeinheit
einem anderen SMP-Knoten 12A–12D zur Verfügung stellt.
Der andere SMP-Knoten 12A–12D erhält die Kohärenzeinheit
im Zustand "gemeinsam genutzt". Nach einer Ausführungsform
umfaßt
das Besitzerfeld 77 zwei Bits, die kodiert werden, um einen
von vier SMP-Knoten 12A–12D als den Besitzer der
Kohärenzeinheit
zu bezeichnen.
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Das Gemeinsame-Nutzer-Feld 79 enthält je ein
Bit, das je einem SMP-Knoten 12A–12D zugewiesen ist.
Wenn ein SMP-Knoten 12A–12D eine gemeinsam
genutzte Kopie der Kohärenzeinheit
hält, ist
das entsprechende Bit innerhalb des Gemeinsame-Nutzer-Feldes 79 gesetzt.
Wenn umgekehrt der SMP-Knoten 12A–12D keine gemeinsam
genutzte Kopie der Kohärenzeinheit
hält, ist
das entsprechende Bit innerhalb des Gemeinsame-Nutzer-Feldes 79 gelöscht. Auf
diese Weise zeigt das Gemeinsame-Nutzer-Feld 79 alle gemeinsam
genutzten Kopien der Kohärenzeinheit
an, die es innerhalb des Computersystems 10 aus 1 gibt.
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Das Zurückschreibbit 75 gibt,
wenn es gesetzt ist, an, daß der
SMP-Knoten 12A–12D,
der als Besitzer der Kohärenzeinheit
mittels des Besitzerfeldes 77 bezeichnet ist, die aktualisierte
Kopie der Kohärenzeinheit
in den Heimat-SMP-Knoten 12 zurückgeschrieben hat. Wenn es
gelöscht
ist, zeigt Bit 75 an, daß der besitzende SMP-Knoten 12A–12D die aktualisierte
Kopie der Kohärenzeinheit
nicht in den Heimat-SMP-Knoten 12A–12D zurückgeschrieben hat.
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Gemäß 3 ist ein Blockdiagramm einer Ausführungsform
der Systemschnittstelle 24 dargestellt. Wie in 3 dargestellt, enthält die Systemschnittstelle 24 das
Verzeichnis 66, den Übersetzungsspeicher 64 und
das MTAG 68. Der Übersetzungsspeicher 64 ist
als eine Übersetzungseinheit 80 von
globalen Adressen in lokale, physikalische Adressen (GA2LPA) und
eine Übersetzungseinheit 82 von
lokalen, physikalischen Adressen in globale Adressen (LPA2GA).
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Die Systemschnittstelle 24 beinhaltet
auch Eingabe- und Ausgabewarteschlangen zum Speichern von Transaktionen,
die über
den SMP-Bus 20 oder über
das Netzwerk 14 durchgeführt werden sollen. Speziell
bei der abgebildeten Ausführungsform enthält die Systemschnittstelle 24 die
Eingabe-Header-Warteschlange 84 und die Ausgabe-Header-Warteschlange 86 zum
Puffern von Headerpaketen zum oder vom Netzwerk 14. Headerpakete
bestimmen eine auszuführende
Operation und geben die Anzahl und das Format eines beliebigen Datenpakets
an, das folgen kann. Die Ausgabe-Header-Warteschlange 86 puffert
Headerpakete, die über
das Netzwerk 14 zu übertragen
sind, und die Eingabe-Header-Warteschlange 84 puffert Headerpakete,
die vom Netzwerk 14 empfangen wurden, bis die Systemschnittstelle 24 die
empfangenen Headerpakete verarbeitet. Ähnlich werden Datenpakete in der
Eingabe-Daten-Warteschlange 88 und
der Ausgabe-Daten-Warteschlange 90 gepuffert, bis die Daten über den
SMP-Bus 60 bzw. das Netzwerk 14 übertragen
werden können.
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Die SMP-Ausgangswarteschlange 92,
die SMP-Eingangswarteschlange 94 und die SMP-I/O-Eingangswarteschlange
(PIQ) 96 werden benutzt, um Adreßtransaktionen zum und vom Adreßbus 58 zu
puffern. Die SMP-Ausgangswarteschlange 92 puffert Transaktionen,
die von der Systemschnittstelle 24 auf dem Adreßbus 58 überreicht werden.
Erneut ausgegebene Transaktionen, die als Reaktion auf den Abschluß einer
Kohärenzaktivität mit Bezug
auf eine ignorierte Transaktion in eine Warteschlange gestellt werden,
werden in der SMP-Ausgangswarteschlange 92 gepuffert.
Darüber hinaus
werden Transaktionen, die als Reaktion auf eine vom Netzwerk 14 empfangene
Kohärenzaktivität erzeugt
werden, in der SMP-Ausgangswarteschlange 92 gepuffert.
Die SMP-Eingangswarteschlange 94 speichert kohärenzbezogene
Transaktionen, die von der Systemschnittstelle 24 zu bedienen sind.
Umgekehrt speichert die SMP- PIQ 96 I/O-Transaktionen,
die an eine I/O-Schnittstelle, die sich in einem anderen SMP-Knoten 12 befindet,
zu übermitteln
sind. I/O-Transaktionen werden generell als nicht-kohärent betrachtet
und erzeugen daher keine Kohärenzaktivitäten.
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Die SMP-Eingangswarteschlange 94 und
die SMP-PIQ 96 empfangen Transaktionen, die in eine Warteschlange
einzufügen
sind, von einem Transaktionsfilter 98. Der Transaktionsfilter 98 ist
an das MTAG 68 und den SMP-Adreßbus 58 angeschlossen.
Wenn der Transaktionsfilter 98 eine I/O-Transaktion auf
dem Adreßbus 58 entdeckt,
die eine I/O-Schnittstelle auf einem anderen SMP-Knoten 12 bezeichnet,
stellt der Transaktionsfilter 98 die Transaktion in die
SMP- PIQ 96. Wenn eine Kohärenztransaktion zu einer LPA-Adresse
vom Transaktionsfilter 98 entdeckt wird, dann wird der
entsprechende Kohärenzzustand
von dem MTAG 68 überprüft. Entsprechend
dem Kohärenzzustand
kann der Transaktionsfilter 98 das Ignoriersignal 70 setzen
und kann eine Kohärenztransaktion
in die SMP-Eingangswarteschlange 94 einstellen. Es wird
das Ignoriersignal 70 gesetzt und eine Kohärenztransaktion
in die Warteschlange eingestellt, wenn das MTAG 68 anzeigt, daß der SMP-Knoten 12A ungenügende Zugriffsrechte
auf die Kohärenzeinheit
zum Durchführen
der Kohärenztransaktion
hält. Umgekehrt
wird das Ignoriersignal 70 zurückgesetzt und keine Kohärenztransaktion
erzeugt, wenn das MTAG 68 anzeigt, daß ein ausreichendes Zugriffsrecht
vom SMP-Knoten 12A gehalten wird.
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Transaktionen von der SMP-Eingangswarteschlange 94 und
der SMP-PIQ 96 werden von einem Anforderungsagenten 100 innerhalb
der Systemschnittstelle 24 verarbeitet. Vor der Aktion
des Anforderungsagenten 100 übersetzt die LPA2GA-Übersetzungseinheit 82 die
Adresse der Transaktion (wenn sie eine LPA-Adresse ist) von einer
lokalen, physikalischen Adresse, die auf dem SMP-Adreßbus 58 präsentiert
wird, in die entsprechende globale Adresse. Der Anforderungsagent 100 erzeugt
dann ein Headerpaket, das eine bestimmte Kohärenzanforderung bezeichnet,
die zum Heimatknoten zu übertragen
ist, der durch die globale Adresse bestimmt wird. Die Kohärenzanforderung
wird in die Ausgabe-Header-Warteschlange 86 eingestellt.
Anschließend
wird eine Kohärenzantwort
in die Eingabe-Header-Warteschlange 84 empfangen. Der Anforderungsagent 100 verarbeitet
die Kohärenzantworten
aus der Eingabe-Header-Warteschlange 84,
wobei er möglicherweise
erneut ausgegebene Transaktionen für die SMP-Ausgangswarteschlange 92 erzeugt
(wie unten beschrieben).
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Ebenso sind in der Systemschnittstelle 24 ein
Heimatagent 102 und ein abhängiger Agent 104 enthalten.
Der Heimatagent 102 verarbeitet Kohärenzanforderungen, die aus
der Eingabe-Header-Warteschlange 84 empfangen werden. Aus
der Kohärenzinformation,
die im Verzeichnis 66 mit Bezug auf eine bestimmte globale
Adresse gespeichert ist, bestimmt der Heimatagent 102,
ob eine Kohärenzaufforderung bzw.
-anfrage an einen oder mehrere abhängige Agenten in anderen SMP-Knoten 12 zu übertragen ist.
Nach einer Ausführungsform
blokkiert bzw. sperrt der Heimatagent 102 die Kohärenzinformation,
die der betroffenen Kohärenzeinheit
entspricht. Mit anderen Worten werden nachfolgende Anforderungen, welche
die Kohärenzeinheit
einbeziehen, nicht durchgeführt,
bis die Kohärenzaktivität, die der
Kohärenzanforderung
entspricht, abgeschlossen ist. Gemäß einer Ausführungsform
empfängt
der Heimatagent 102 einen Kohärenzabschluß vom Anforderungsagenten,
der die Kohärenzanforderung
eingeleitet hat (über
die Eingabe-Header-Warteschlange 84). Der Kohärenzabschluß zeigt
an, daß die
Kohärenzaktivität abgeschlossen
ist. Beim Empfang des Kohärenzabschlusses
entfernt der Heimatagent 102 die Blockierung bzw. Sperre
auf der Kohärenzinformation,
die der betroffenen Kohärenzeinheit
entspricht. Es wird darauf hingewiesen, daß der Heimatagent 102 die
Kohärenzinformation
entsprechend der durchgeführten
Kohärenzaktivität sofort
aktualisieren kann, wenn die Kohärenzanforderung
empfangen wurde, da die Kohärenzinformation
bis zum Abschluß der
Kohärenzaktivität gesperrt
ist.
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Der abhängige Agent 104 empfängt Kohärenzaufforderungen
bzw. -anfragen von Heimatagenten anderer SMP-Knoten 12 über die
Eingabe-Header-Warteschlange 84. Als Reaktion auf eine
bestimmte Kohärenzaufforderung
kann der abhängige Agent 104 eine
Kohärenztransaktion
in die SMP-Ausgangswarteschlange 92 stellen. Nach einer Ausführungsform
kann die Kohärenztransaktion
veranlassen, daß die
Cachespeicher 18 und die internen Cachespeicher der Prozessoren 16 die
betroffene Kohärenzeinheit
ungültig
machen. Wenn eine Kohärenzeinheit
in den Cachespeichern modifiziert wird, werden die geänderten
Daten an die Systemschnittstelle 24 übertragen. Alternativ kann
die Kohärenztransaktion
veranlassen, daß die
Cachespeicher 18 und die internen Cachespeicher der Prozessoren 16 den
Kohärenzzustand
der Kohärenzeinheit
auf "gemeinsam genutzt" ändern. Sobald der abhängige Agent 104 die
Aktivität
als Reaktion auf eine Kohärenzanfrage
abgeschlossen hat, sendet der abhängige Agent 104 eine
Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten, der die Kohärenzanforderung, die der Kohärenzanfrage
entspricht, eingeleitet hat. Die Kohärenzantwort wird in die Ausgabe-Header-Warteschlange 86 gestellt.
Bevor Aktivitäten
als Reaktion auf eine Kohärenzanfrage
durchgeführt
werden, wird die globale Adresse, die mit der Kohärenzanfrage empfangen
wurde, mittels der GA2LPA Übersetzungseinheit 80 in
eine lokale, physikalische Adresse übersetzt.
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Gemäß einer Ausführungsform
beinhaltet das Kohärenzprotokoll,
das von dem Anforderungsagenten 100, dem Heimatagenten 102 und
dem abhängigen
Agenten 104 durchgeführt
wird, eine Strategie zum Ungültigmachen
von Schreibvorgängen bzw.
eine Write Invalidate Policy. Mit anderen Worten werden in dem Fall,
daß ein
Prozessor 16 innerhalb eines SMP-Knotens 12 eine Kohärenzeinheit
aktualisiert, alle Kopien der Kohärenzeinheit, die innerhalb von
anderen SMP-Knoten 12 gespeichert sind, ungültig gemacht.
Es können
jedoch in anderen Ausführungsformen
andere Schreibstrategien verwendet werden. Zum Beispiel kann eine
Strategie zum Aktualisieren beim Schreiben bzw. Write Update Policy angewandt
werden. Gemäß einer
Strategie zum Aktualisieren beim Schreiben werden dann, wenn eine Kohärenzeinheit
aktualisiert wird, die aktualisierten Daten an jede der Kopien der
Kohärenzeinheit,
die in jedem von den SMP-Knoten 12 gespeichert werden, übertragen.
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Gemäß 4 ist ein Diagramm dargestellt, das typische
Kohärenzaktivitäten zeigt,
die zwischen dem Anforderungsagenten 100 eines ersten SMP-Knotens 12A–12D (dem "anfordernden Knoten"), einem Heimatagenten 102 eines
zweiten SMP-Knotens 12A–12D (dem "Heimatknoten") und dem abhängigen Agenten 104 eines
dritten SMP-Knotens 12A–12D (dem "abhängigen Knoten") als Reaktion auf
eine bestimmte Transaktion auf dem SMP-Bus 20 innerhalb
des SMP-Knotens 12, der dem Anforderungsagenten 100 entspricht,
durchgeführt
werden. Spezifische Kohärenzaktivitäten, die entsprechend
einer Ausführungsform
des in 1 abgebildeten
Computersystems 10 verwendet werden, sind unten unter Bezug
auf die 9-13 weiter beschrieben. Die
Bezugszahlen 100, 102 und 104 werden
verwendet, um Anforderungsagenten, Heimatagenten und abhängige Agenten
für den
Rest dieser Beschreibung zu bezeichnen. Es versteht sich, daß dann,
wenn ein Agent mit einem anderen Agenten kommuniziert, sich die
beiden Agenten häufig
in verschiedenen SMP-Knoten 12A–12D befinden.
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Beim Empfang einer Transaktion vom SMP-Bus 20 bildet
der Anforderungsagent 100 eine für die Transaktion geeignete
Kohärenzanforderung und überträgt die Kohärenzanforderung
an den Heimatagent, der der Adresse der Transaktion entspricht (Bezugszahl 110).
Die Kohärenzanforderung
gibt sowohl das vom Anforderungsagenten 100 angeforderte
Zugriffsrecht als auch die globale Adresse der betroffenen Kohärenzeinheit
an. Das angeforderte Zugriffsrecht ist ausreichend, um das Auftreten
der Transaktion zu erlauben, die in demjenigen SMP-Knoten 12 versucht
wird, der dem Anforderungsagenten 100 entspricht.
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Beim Empfang der Kohärenzanforderung greift
der Heimatagent 102 auf das zugehörige Verzeichnis 66 zu
und stellt fest, welche SMP-Knoten 12 Kopien der betroffenen
Kohärenzeinheit
speichern. Darüber
hinaus stellt der Heimatagent 102 den Besitzer der Kohärenzeinheit
fest. Der Heimatagent 102 kann eine Kohärenzanfrage sowohl an die abhängigen Agenten 104 jedes
der Knoten, welche Kopien der betroffenen Kohärenzeinheit speichern, als
auch an den abhängigen
Agenten 104 des Knotens, der den Kohärenzzustand "in Besitz" für die betroffene Kohärenzeinheit
hält, stellen
(Bezugszahl 112) Die Kohärenzanfragen zeigen den neuen
Kohärenzzustand
für die
betroffene Kohärenzeinheit
in den empfangenden SMP-Knoten 12 an. Während die Kohärenzanforderung
aussteht, blockiert der Heimatagent 102 die Kohärenzinformation,
die der betroffenen Kohärenzeinheit
entspricht, so daß nachfolgende
Kohärenzanforderungen,
welche die betroffene Kohärenzeinheit
einbeziehen, vom Heimatagenten 102 nicht eingeleitet werden.
Der Heimatagent 102 aktualisiert darüber hinaus die Kohärenzinformation,
um den Abschluß der
Kohärenzanforderung
widerzuspiegeln.
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Der Heimatagent 102 kann
darüber
hinaus eine Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten 100 übermitteln (Bezugszahl 114).
Die Kohärenzantwort
kann die Anzahl der Kohärenzantworten,
die von den abhängigen
Agenten 104 anstehen bzw. kommen werden, anzeigen. Alternativ
können
gewisse Transaktionen ohne Interaktion mit den abhängigen Agenten 104 abgeschlossen
werden. Zum Beispiel kann eine I/O-Transaktion, die an eine I/O-Schnittstelle 26 in
dem SMP-Knoten 12 gerichtet ist, der den Heimatagenten 102 enthält, vom
Heimatagenten 102 abgeschlossen werden. Der Heimatagent 102 kann eine
Transaktion für
den zugeordneten SMP-Bus 20 in eine Warteschlange einreihen
(Bezugszahl 116) und dann eine Antwort übermitteln, die anzeigt, daß die Transaktion
abgeschlossen ist.
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Ein abhängiger Agent 104 kann
als Reaktion auf eine Kohärenzanfrage
vom Heimatagenten 102 eine Transaktion zum Anbieten bzw.
zur Übergabe auf
dem zugeordneten SMP-Bus 20 in
eine Warteschlange einreihen (Bezugszahl 118). Darüber hinaus übermitteln
die abhängigen
Agenten 104 eine Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten 100 (Bezugszahl 120).
Die Kohärenzantwort
zeigt an, daß die
Kohärenzanfrage,
die als Reaktion auf eine bestimmte Kohärenzanforderung empfangen wurde, von
diesem abhängigen
Agenten abgeschlossen wurde. Die Kohärenzantwort wird von den abhängigen Agenten 104 übermittelt,
wenn die Kohärenzanfrage
abgeschlossen wurde, oder zu einem solchen Zeitpunkt vor Abschluß der Kohärenzanfrage,
zu dem bezüglich
der Kohärenzanfrage
sichergestellt ist, daß sie
auf dem entsprechenden SMP-Knoten 12 fertiggestellt wird
und zu dem keine Zustandsänderungen
an der betroffenen Kohärenzeinheit
vor Abschluß der
Kohärenzanfrage
mehr durchgeführt
werden.
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Wenn ein Anforderungsagent 100 eine
Kohärenzantwort
von jedem der betroffenen abhängigen
Agenten 104 empfangen hat, übermittelt der Anforderungsagent 100 einen
Kohärenzabschluß an den
Heimatagenten 102 (Bezugszahl 122). Beim Empfang
des Kohärenzab schlusses
entfernt der Heimatagent 102 die Sperre von der entsprechenden Kohärenzinformation.
Der Anforderungsagent 100 kann eine Neuausgabe- bzw. erneut
ausgegebene Transaktion zur Durchführung auf dem SMP-Bus 20 in
eine Warteschlange einreihen, um die Transaktion innerhalb des SMP-Knotens 12 abzuschließen (Bezugszahl 124).
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Es ist darauf hinzuweisen, daß jeder
Kohärenzanforderung
vom Anforderungsagenten 100, der die Kohärenzanforderung
ausgibt, ein eindeutiges Tag zugewiesen wird. Anschließende Kohärenzanfragen,
Kohärenzantworten
und Kohärenzabschlüsse enthalten
das Tag. Auf diese Weise kann eine Kohärenzaktivität bezüglich einer bestimmten Kohärenzanforderung
von jedem der beteiligten Agenten identifiziert werden. Es wird
weiterhin darauf hingewiesen, daß nicht- kohärente Operationen
als Reaktion auf nicht-kohärente
Transaktionen (z. B. I/O-Transaktionen)
durchgeführt
werden können. Nicht-
kohärente
Operationen können
nur den anfordernden Knoten und den Heimatknoten einbeziehen. Darüber hinaus
kann ein anderes bzw. unterschiedliches, eindeutiges Tag jeder Kohärenzanforderung durch
den Heimatagenten 102 zugewiesen werden. Das andere Tag
bezeichnet den Heimatagenten 102 und wird für den Kohärenzabschluß an Stelle
des Anforderertags verwendet.
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Gemäß 5A ist ein Diagramm dargestellt, das
Kohärenzaktivitäten als
Reaktion auf eine Lesen-um-zu-Besitzen- bzw. Read-To-Own-Transaktion
auf dem SMP-Bus 20 für
eine beispielhafte Ausführungsform
des Computersystems 10 zeigt. Eine Read-To-Own-Transaktion
wird durchgeführt,
wenn ein Cachefehlschlag für
ein bestimmtes Datenelement, das von einem Prozessor 16 angefordert
wird, entdeckt wird, und der Prozessor 16 Schreibberechtigung
für die
Kohärenzeinheit
anfordert. Ein Fehlschlag beim Speichern in den Cache kann zum Beispiel
eine Read-To-Own-Transaktion erzeugen.
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Ein Anforderungsagent 100,
ein Heimatagent 102 und einige abhängige Agenten 104 sind
in 5 abgebildet. Der
Knoten, der die Read-To-Own-Transaktion vom SMP-Bus 20 empfängt, speichert
die betroffene Kohärenzeinheit
im Zustand "ungültig" (z. B. ist die Kohärenzeinheit
nicht in dem Knoten gespeichert). Der Index "i" im
Anforderungsknoten 100 zeigt den Zustand "ungültig" bzw. "invalid" an. Der Heimatknoten
speichert die Kohärenzeinheit
im Zustand "gemeinsam
genutzt", und die Knoten,
die den verschiedenen abhängigen
Agenten 104 entsprechen, speichern die Kohärenzeinheit gleichfalls
im Zustand "gemeinsam
genutzt". Der Index "s" im Heimatagenten 102 und den
abhängigen Agenten 104 ist
ein Hinweis auf den Zustand "gemeinsam
genutzt" bzw. "shared" in diesen Knoten. Die
Read-To-Own-Transaktion veranlaßt
die Übertragung
der angeforderten Kohärenzeinheit
an den anfordernden Knoten. Der anfordernde Knoten empfängt die
Kohärenzeinheit
im Zustand "modifiziert".
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Beim Empfang der Read-To-Own-Transaktion
vom SMP-Bus 20 überträgt der Anforderungsagent 100 eine
Read-To-Own-Kohärenzanforderung an
den Heimatknoten der Kohärenzeinheit
(Bezugszahl 130). Der Heimatagent 102 in dem empfangenden
Heimatknoten erkennt den Zustand "gemeinsam genutzt" für
einen oder mehrere andere Knoten. Da die abhängigen Agenten alle im Zustand "gemeinsam genutzt" und nicht im Zustand "im Besitz" sind, kann der Heimatknoten
die angeforderten Daten direkt zur Verfügung stellen. Der Heimatagent 102 übermittelt
eine Daten-Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten 100, welche die der angeforderten
Kohärenzeinheit
entsprechenden Daten enthält (Bezugszahl 132).
Darüber
hinaus gibt die Daten-Kohärenzantwort
die Anzahl von Bestätigungen
an, die von abhängigen
Agenten anderer Knoten zu empfangen sind, bevor der Anforderungsagent 100 die
Daten in Besitz nimmt. Der Heimatagent 102 aktualisiert das
Verzeichnis 66, um anzuzeigen, daß der anfordernde SMP-Knoten 12A–12D der
Besitzer der Kohärenzeinheit
ist und daß jeder
der anderen SMP-Knoten 12A–12D ungültig ist.
Wenn die Kohärenzinformation
bezüglich
der Kohärenzeinheit
beim Empfang eines Kohärenzabschlusses
vom Anforderungsagenten 100 entsperrt wird, stimmt das
Verzeichnis 66 mit dem Zustand der Kohärenzeinheit in jedem SMP-Knoten 12 überein.
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Der Heimatagent 102 übermittelt
Kohärenzanfragen
zum Ungültigmachen
an jeden der abhängigen
Agenten 104, die gemeinsam genutzte Kopien der betroffenen
Kohärenzeinheit
halten (Bezugszahlen 134A, 134B und 134C).
Die Kohärenzanfrage zum
Ungültigmachen
veranlaßt
den empfangenden abhängigen
Agenten dazu, die entsprechende Kohärenzeinheit innerhalb des Knotens
ungültig
zu machen und eine Kohärenzantwort
zur Bestätigung
an den anfordernden Knoten zu senden, die den Abschluß des Ungültigmachens
anzeigt. Jeder abhängige
Agent 104 bringt das Ungültigmachen der Kohärenzeinheit
zum Abschluß und übermittelt
anschließend
eine Kohärenzantwort
zur Bestätigung
(Bezugszahlen 136A, 136B und 136C). Nach
einer Ausführungsform
beinhaltet jede der Bestätigungsantworten
eine Zahl der Gesamtanzahl von Antworten, die vom Anforderungsagenten 100 mit
Bezug auf die Kohärenzeinheit
zu empfangen sind.
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Im Anschluß an das Empfangen aller Kohärenzantworten
zur Bestätigung
von den abhängigen Agenten 104 und
der Daten-Kohärenzantwort
vom Heimatagenten 102 überträgt der Anforderungsagent 100 einen
Kohärenzabschluß an den
Heimatagenten 102 (Bezugszahl 138). Der Anforderungsagent 100 erklärt die Kohärenzeinheit
innerhalb seines lokalen Speichers für gültig und der Heimatagent 102 gibt
die Sperre auf der entsprechenden Kohärenzinformation frei. Es ist
darauf hinzuweisen, daß die
Daten-Kohärenzantwort 132 und
die Kohärenzantworten
zur Bestätigung 136 in
jeder beliebigen Reihenfolge empfangen werden können, unter anderem abhängig von der
Anzahl von ausstehenden Transaktionen innerhalb jedes Knotens.
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5B ist
ein Diagramm, das eine Kohärenzaktivität als Reaktion
auf eine Lesetransaktion zum Zwecke des Besitzens darstellt, wenn
ein abhängiger Agent 103 der
aktuelle Besitzer der Kohärenzeinheit ist
und andere abhängige
Agenten 104 gemeinsam genutzte Kopien der Kohärenzeinheit besitzen. Der Anforderungsagent 100 leitet
die Transaktion durch das Senden einer Leseanforderung zum Zwecke
des Besitzens an den Heimatagenten 102 ein (Referenznummer 133A).
Dies veranlaßt
den Heimatagenten 102, neue Transaktionen auf diesen Block
bzw. die Line zu blockieren. Der Heimatagent 102 markiert den
Anforderer als den einzigen Besitzer des Blocks und sendet eine
RTO-Anfrage an den besitzenden abhängigen Agenten 103 (Referenznummer 133B). Darüber hinaus
enthält
die Leseanfrage zum Zwecke des Besitzens den Antwortzahlwert, der
die Anzahl von zu empfangenden Antworten angibt. Der Heimatagent
sendet auch Kohärenzanfragen
zum Ungültigmachen
an alle anderen abhängigen
Agenten 104 mit einer gemeinsam genutzten Kopie (Referenznummer 133C).
Jede dieser Nachrichten kann auch die Anzahl von zu empfangenden
Antworten angeben.
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Der besitzende abhängige Agent 103 antwortet
mit Daten an den anfordernden Agenten 100 (Bezugszahl 133)
und macht seine Kopie ungültig. Die
Nachricht enthält
in gleicher Weise den Wert der Antwortzahl. Alle gemeinsam nutzenden
abhängigen Agenten 104 senden
Bestätigungen
des Ungültigmachens
an den anfordernden Agenten (Referenznummer 133E) und machen
ihre Kopien ungültig.
Der Zahlenwert der Antworten wird mit jeder dieser Nachrichten ebenso
gesendet. Nach Empfang aller Bestätigungen und der Daten sendet
der Anforderungsagent 100 einen Kohärenzabschluß an den Heimatagenten 102 zurück (Referenznummer 133F).
Der Heimatagent 102 entfernt als Reaktion darauf die Sperre
von diesem Block.
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5C stellt
eine Transaktion dar, bei der der Anforderungsagent 100 eine
gemeinsam genutzte Kopie besitzt und eine Leseanforderung zum Zwecke
des Besitzens an den Heimatagenten 102 sendet (Referenznummer 135A).
Wenn der Heimatagent 102 die Leseanforderung zum Zwecke
des Besitzens empfängt,
sperrt der Heimatagent 102 weitere Transaktionen für diesen
Block. Der Heimatagent 102 sendet ferner Anfragen zum Ungültigmachen
(Referenznummer 135B) an alle anderen Knoten mit einer
Kopie des Blockes (jedoch nicht an den Anforderer). Diese Anfragen
enthalten den Wert der Antwortzahl. Der Heimatagent 102 markiert
darüber
hinaus den Anforderungsagenten 100 als den einzigen Besitzer.
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Alle abhängigen Agenten (103 und 104)
senden Bestätigungen
des Ungültigmachens
an den Anforderungsagenten 100 (Referenznummer 135C und 135D)
und machen ihre Kopien ungültig.
Diese Nachrichten enthalten ferner den Wert der Antwortzahl. Schließlich sendet
der Anforderungsagent 100 nach dem Empfang aller Bestätigungen
einen Kohärenzabschluß an den
Heimatagenten 102 zurück
(Referenznummer 135E). Dies veranlaßt den Heimatagenten 102 dazu,
die Sperre von dem Block bzw. der Zeile zu entfernen.
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5D stellt
eine Kohärenzaktivität als Reaktion
auf eine Leseanforderung zum Zwekke des gemeinsamen Verwendens dar,
wenn ein abhängiger Agent
der Besitzer der Kohärenzeinheit
ist. Ähnlich zu
der obenstehenden Beschreibung wird die Kohärenzaktivität eingeleitet, wenn der Anforderungsagent 100 eine
Leseanforderung zum Zwecke des gemeinsamen Verwendens (Read-To-Share-Anforderung – RTS-Anforderung)
an den Heimatagenten 102 sendet (Referenznummer 137A).
Dies veranlaßt
den Heimatagenten 102 dazu, neue Transaktionen für diesen
Block zu sperren. Der Heimatagent 102 markiert den Anforderer
als einen gemeinsamen Nutzer und sendet eine RTS-Anfrage an den
besitzenden abhängigen
Agenten 103 (Referenz nummer 137B). Der besitzende
abhängige
Agent 103 antwortet mit Daten an den Anforderungsagenten 100 (Referenznummer 137C)
und bleibt im Zustand "im
Besitz". Schließlich sendet
der Anforderungsagent 100 einen Kohärenzabschluß an den Heimatagenten (Referenznummer 137D),
was dazu führt,
daß die
Sperre dieses Blocks bzw. dieser Zeile entfernt wird.
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Es ist darauf hinzuweisen, daß für Read-To-Share-Transaktionsanforderungen
die Antwortzahl gleich eins ist. Für solche Transaktionen kann
das System so implementiert werden, daß die Antwortzahl vom Heimatagenten
an die abhängigen Agenten übermittelt
und an den anfordernden Agenten in einer Weise, die ähnlich der
oben für
die Read-To-Own-Transaktionen beschriebenen ist, weitergeleitet
wird. Alternativ kann der Antwortzahlwert für diese Transaktion nicht übermittelt
werden. Statt dessen kann der Anforderungsagent dafür eingerichtet
sein, den Kohärenzabschluß sofort
nach Empfang einer einzigen Antwort zu senden.
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Es ist ferner darauf hinzuweisen,
daß Implementierungen
möglich
sind, bei denen die Antwortzahl mittels nur einer Kohärenzanfrage
und einer zugehörigen
Kohärenzantwort übermittelt
wird. In der oben genannten Ausführungsform
kann, da alle Anfrage- und Antworttransaktionen die Antwortzahl
enthalten, die Implementierung vereinfacht werden, da es nicht bekannt
ist, welche Antwort zuerst beim Anforderungsagenten ankommt. Dies
ermöglicht
eine symmetrische Konstruktion, die auch die Fälle abdeckt, bei denen es nur
eine einzige Datenantwort gibt.
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Gemäß 6 ist ein Flußdiagramm 140 dargestellt,
das einen beispielhaften Zustandsautomaten bzw. endlichen Automaten
zur Verwendung durch den Anforderungsagenten 100 zeigt.
Der Anforderungsagent 100 kann mehrere unabhängige Kopien des
durch das Flußdiagramm 140 dargestellten
endlichen Automaten enthalten, so daß mehrere Anforderungen gleichzeitig
bzw. nebenläufig
verarbeitet werden können.
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Beim Empfang einer Transaktion von
der SMP-Eingangswarteschlange 94 nimmt der Anforderungsagent 100 einen
Zustand "Anforderung
bereit" bzw. "Request Ready" 142 ein.
Im Zustand "Request Ready" 142 übermittelt
der Anforderungsagent 100 eine Kohärenzanforderung an den Heimatagenten 102,
der sich in dem Heimatknoten befindet, der durch die globale Adresse
der betroffenen Kohärenzeinheit
angegeben ist. Bei der Übermittlung
der Kohärenzanforderung,
geht der Anforderungsagent 100 in einen Zustand "Anforderung aktiv" bzw. "Request Active" 144 über. Während des
Zustands "Request Active" 144 empfängt der
Anforderungsagent 100 Kohärenzantworten von den abhängigen Agenten 104 (und
optional vom Heimatagenten 102). Wenn alte Kohärenzantworten
empfangen wurden, geht der Anforderungsagent 100 in einen
neuen Zustand über,
der von der Art der Transaktion abhängt, welche die Kohärenzaktivität eingeleitet
hat. Darüber
hinaus kann der Zustand "Request
Active" 142 (Anforderung
aktiv) einen Timer verwenden, um zu erkennen, daß die Kohärenzantworten nicht innerhalb
einer vordefinierten Zeitübennrachungsdauer
empfangen wurden. Wenn der Timer vor Empfang der Anzahl von Antworten,
die vom Heimatagenten 102 angegeben wurde, ausläuft, geht
der Anforderungsagent 100 zu einem Fehlerzustand (nicht
abgebildet) über.
Darüber
hinaus können
gewisse Ausführungsformen
eine Antwort verwenden, die anzeigt, daß eine Leseübertragung fehlgeschlagen ist.
Wenn eine solche Antwort empfangen wird, geht der Anforderungsagent 100 zum
Zustand "Anforderung
bereit" bzw. "Request Ready" 142 über, um
den Lesevorgang erneut zu versuchen.
-
Wenn die Antworten ohne Fehler oder
Zeitüberschreitung
empfangen werden, dann ist der Zustand, in den vom Anforderungsagent 100 bei
Lesetransaktionen übergegangen
wird, der Zustand "Lesen
abgeschlossen" bzw. "Read Complete" 146. Es wird
darauf hingewiesen, daß bei
Lesetransaktionen eine der empfangenen Antworten die Daten, die
der angeforderten Kohärenzeinheit
entsprechen, enthalten kann. Der Anforderungsagent 100 gibt
die Lesetransaktion auf dem SMP-Bus 20 erneut aus und übermittelt
darüber
hinaus den Kohärenzabschluß an den
Heimatagenten 102. Anschließend geht der Anforderungsagent 100 in
einen Zustand "Leerlauf' bzw. "Idle" 148 über. Eine
neue Transaktion kann dann vom Anforderungsagenten 100 unter
Verwendung des in 6 dargestellten
endlichen Automaten bedient werden.
-
Umgekehrt werden die Zustände "Schreiben aktiv" bzw. "Write Active" 150 und "Ignorierten Schreibvorgang
neu ausgeben" bzw. "Ignored Write Reissue" 152 bei
Schreibtransaktionen verwendet. Das Ignoriersignal 70 wird
bei gewissen Schreibtransaktionen im Computersystem 10 nicht
gesetzt, sogar wenn eine Kohärenzaktivität auf dem
Netzwerk 14 eingeleitet wird. Zum Beispiel werden I/O-Schreibtransaktionen
nicht ignoriert. Die Schreibdaten werden an die Systemschnittstelle 24 übertragen
und dort gespeichert. Der Zustand "Write Active" 150 wird für nicht-ignorierte Schreibtransaktionen
verwendet, um die Übertragung
der Daten an die Systemschnittstelle 24 zu ermöglichen,
wenn die Kohärenzantworten
vor der Datenphase der Schreibtransaktion auf dem SMP-Bus 20 empfangen
werden. Sobald die entsprechenden Daten empfangen wurden, geht der Anforderungsagent 100 in
den Zustand "Schreiben abgeschlossen" bzw. "Write complete" 154 über. Während des
Zustands "Write
complete" 154 wird
die Kohärenzabschlußantwort
an den Heimatagenten 102 übermittelt. Anschließend geht
der Anforderungsagent 100 in den Zustand "Idle" 148 über.
-
Ignorierte Schreibtransaktionen werden
mittels eines Übergangs
in den Zustand "Ignoriertes Schreiben
neu ausgeben" bzw. "Ignored Write Reissue" 152 behandelt.
Während
des Zustands "Ignored Write
Reissue" 152 gibt
der Anforderungsagent 100 die ignorierte Schreibtransaktion
erneut auf dem SMP-Bus 20 aus. Auf diese Weise können die Schreibdaten
vom Ursprungsprozessor 16 übertragen und die entsprechende
Schreibtransaktion vom Prozessor 16 freigegeben werden.
Abhängig
davon, ob die Schreibdaten mit dem Kohärenzabschluß übertragen werden sollen oder
nicht, geht der Anforderungsagent 100 entweder in den Zustand "Ignoriertes Schreiben
aktiv" bzw. "Ignored Write Active" 156 oder
in den Zustand "Ignoriertes
Schreiben abgeschlossen" bzw. "Ignored Write Complete" 158 über. Der
Zustand "Ignored
Write Active" 156 wird ähnlich wie
der Zustand "Write
Active" 150 verwendet,
um die Datenübertra gung
vom SMP-Bus 20 abzuwarten. Während des Zustands "Ignored Write Complete" 158 wird
der Kohärenzabschluß an den Heimatagenten 102 übertragen.
Im Anschluß daran geht
der Anforderungsagent 100 in den Zustand "Idle" 148 über. Vom
Zustand "Idle" 148 geht
der Anforderungsagent 100 beim Empfang einer Transaktion von
der SMP-Eingangswarteschlange 94 in den Zustand "Request Ready" 142 über.
-
Gemäß 7 ist ein Flußdiagramm 160 dargestellt,
das einen beispielhaften endlichen Automaten für den Heimatagenten 102 zeigt.
Der Heimatagent 102 kann mehrere unabhängige Kopien des durch das
Flußdiagramm 160 dargestellten
endlichen Automaten enthalten, um zu ermöglichen, daß mehrere ausstehende Anforderungen
an den Heimatagenten 102 verarbeitet werden können. Gemäß einer
Ausführungsform
betreffen die mehreren ausstehenden Anforderungen jedoch nicht dieselbe
Kohärenzeinheit.
-
Der Heimatagent 102 empfängt Kohärenzanforderungen
in einem Zustand "Anforderung empfangen" bzw. "Receive Request" 162. Die
Anforderung kann entweder als eine kohärente Anforderung oder als
eine andere Transaktionsanforderung klassifiziert werden. Andere
Transaktionsanforderungen können
gemäß einer
Ausführungsform
I/O-Lese- und I/O-Schreibanforderungen,
Unterbrechungs- bzw. Interruptanforderungen und Verwaltungsanforderungen
umfassen. Die nicht-kohärenten
Anforderungen werden durch Übertragen
einer Transaktion über
den SMP-Bus 20 während
eines Zustands 164 behandelt. Ein Kohärenzabschluß wird im Anschluß daran übertragen.
Auf das Empfangen des Kohärenzabschlusses
hin führen
I/O-Schreib- und angenommene bzw. akzeptierte Unterbrechungstransaktionen im
Heimatknoten zur Übertragung
einer Datentransaktion über
den SMP-Bus 20 (d. h. Zustand "nur Daten" bzw. "Data Only" 165). Wenn die Daten übertragen
wurden, geht der Heimatagent 102 in den Zustand "Idle" 166 über. Alternativ
verursachen I/O-Lese-, Verwaltungs- und zurückgewiesene Unterbrechungstransaktionen
auf den Empfang des Kohärenzabschlusses
hin einen Übergang
in den Zustand "Idle" 166.
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Umgekehrt geht der Heimatagent 102 beim Empfang
einer Kohärenzanforderung
in einen Prüfzustand 168 über. Der
Prüfzustand 168 wird
verwendet, um zu erkennen, ob eine Kohärenzaktivität für die von der Kohärenzanforderung
betroffene Kohärenzeinheit
im Gange ist. Wenn die Kohärenzaktivität im Gange
ist (d. h. die Kohärenzinformation
gesperrt ist), dann bleibt der Heimatagent 102 im Prüfzustand 168,
bis die im Gange befindliche Kohärenzaktivität zu Ende
geht. Der Heimatagent 102 geht im Anschluß daran
in einen Setzzustand 170 über.
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Während
des Setzzustands 170 setzt der Heimatagent 102 den
Zustand des Verzeichniseintrages, der die Kohärenzinformation, die der betroffenen Kohärenzeinheit
entspricht, auf "gesperrt" bzw. "blockiert". Der Zustand "gesperrt" verhindert, daß ein nachfolgende
Aktivität
auf der betroffenen Kohärenzeinheit
weitergeht bzw. weiter abläuft,
wodurch das Kohärenzprotokoll
des Computersystems 10 vereinfacht wird. Abhängig von,
ob es sich bei der Transaktion, die der empfangenen Kohärenzanforderung
entspricht, um eine Lese- oder Schreibtransaktion handelt, geht
der Heimatagent 102 in den Zustand "Lesen" bzw. "Read" 172 oder
den Zustand "Antwort schreiben" bzw. "Write Reply" 174 über.
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Während
der Heimatagent 102 im Zustand "Read" 172 ist,
gibt er Kohärenzanfragen
an abhängige
Agenten 104 aus, die bezogen auf die Lesetransaktion zu
aktualisieren sind. Der Heimatagent 102 bleibt im Zustand "Read" 172, bis
ein Kohärenzabschluß vom Anforderungsagenten 100 empfangen wird,
worauf der Heimatagent 102 in den Zustand "Blockierungszustand
aufheben" bzw. "Clear Block Status" 176 übergeht.
In Ausführungsformen,
in denen eine Kohärenzanforderung
für einen
Lesevorgang scheitern kann, setzt der Heimatagent 102 den Zustand
des betroffenen Verzeichniseintrages beim Empfang eines Kohärenzabschlusses,
der ein Scheitern der Lesetransaktion anzeigt, auf den Zustand vor der
Kohärenzanforderung
zurück.
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Während
des Schreibzustands 174 übermittelt der Heimatagent 102 eine
Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten 100. Der Heimatagent 102 bleibt
im Zustand "Write
Reply" 174,
bis ein Kohärenzabschluß vom Anforderungsagenten 100 empfangen
wird. Wenn Daten mit dem Kohärenzabschluß empfangen
werden, geht der Heimatagent 102 in den Zustand "Daten schreiben" bzw. "Write Data" 178 über. Alternativ
geht der Heimatagent 102 beim Empfang eines keine Daten
enthaltenden Kohärenzabschlusses
in den Zustand "Clear
Block Status" 176 über.
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Der Heimatagent 102 gibt
eine Schreibtransaktion auf dem SMP-Bus 20 während des
Zustands "Write
Data" 178 heraus,
um die empfangenen Schreibdaten zu übertragen. Zum Beispiel führt eine Schreibstrom-
bzw. Write-Stream-Operation (unten beschrieben) zu einer Datenübertragung
von Daten an den Heimatagenten 102. Der Heimatagent 102 übermittelt
die empfangenen Daten an den Speicher 22 zum Speichern.
Anschließend
geht der Heimatagent 102 in den Zustand "Clear Block Status" 176 über.
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Der Heimatagent 102 löscht im
Zustand "Clear Block
Status" 176 den
Zustand "blokkiert" der Kohärenzinformation,
die der von der empfangenen Kohärenzanforderung
betroffenen Kohärenzeinheit entspricht.
Auf die Kohärenzinformation
kann anschließend
zugegriffen werden. Der Zustand, der innerhalb der nicht-blockierten
Kohärenzinformation gefunden
wird, spiegelt die durch die zuvor empfangene Kohärenzanforderung
eingeleitete Kohärenzaktivität wider.
Nach dem Löschen
des Zustandes "blockiert" der entsprechenden
Kohärenzinformation geht
der Heimatagent 102 in den Zustand "Idle" 166 über. Vom
Zustand "Idle" 166 geht
der Heimatagent 102 beim Empfang einer Kohärenzanforderung
in den Zustand "Receive
Request" 162 über.
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Gemäß 8 ist ein Flußdiagramm 180 dargestellt,
das einen beispielhaften endlichen Automaten bzw. eine Zustandsmaschine
für den
abhängigen Agenten 104 zeigt.
Der abhängige
Agent 104 empfängt
Kohärenzanfragen
während
eines Zustandes "Empfangen" bzw. "Receive" 182. Als
Reaktion auf eine Kohärenzanfrage
kann der abhängige
Agent 104 eine Übergabe transaktion
auf dem SMP-Bus 20 in eine Warteschlange einreihen. Die
Transaktion führt
zu einem Zustandswechsel in den Cachespeichern 18 und den
internen Cachespeichern der Prozessoren 16 entsprechend
der empfangenen Kohärenzanfrage.
Der abhängige
Agent 104 reiht die Transaktion während des Zustands "Anforderung senden" bzw. "Send Request" 184 in
eine Warteschlange ein.
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Während
des Zustands "Antwort
senden" bzw. "Send Reply" 186, übermittelt
der abhängige Agent 104 eine
Kohärenzantwort
an den Anforderungsagenten 100, der die Transaktion eingeleitet hat.
Es wird darauf hingewiesen, daß entsprechend verschiedenen
Ausführungsformen
der abhängige Agent 104 beim
Einstellen der Transaktion in eine Warteschlage für den SMP-Bus 20 oder
beim erfolgreichen Abschluß der
Transaktion auf dem SMP-Bus 20 vom Zustand "Send Request" 184 in
den Zustand "Send
Reply" 186 übergehen
kann. Im Anschluß an die Übertragung
der Kohärenzantwort
geht der abhängige
Agent 104 in einen Zustand "Idle" 188 über. Vom
Zustand "Idle" 188 kann
der abhängige
Agent 104 beim Empfang einer Kohärenzanfrage in den Zustand "Receive" 182 übergehen.
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Gemäß den 9–12 sind verschiedene Tabellen
dargestellt, die beispielhafte Typen von Kohärenzanforderungen, Kohärenzanfragen,
Kohärenzantworten
und Kohärenzabschlüssen auflisten.
Die in den Tabellen aus den 9–12 abgebildeten Typen können von
einer Ausführungsform
des Computersystems 10 verwendet werden. Andere Ausführungsformen
können
andere Sätze
von Typen verwenden.
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9 ist
eine Tabelle 190, die die Typen von Kohärenzanforderungen auflistet.
Eine erste Spalte 192 listet einen Code für jeden
Anforderungstyp auf, der in 13 unten
verwendet wird. Eine zweite Spalte 194 listet die Typen
von Kohärenzanforderungen
auf, und eine dritte Spalte 196 gibt den Verursacher bzw.
Absender der Kohärenzanforderung
an. Ähnliche
Spalten werden in den 10–12 für Kohärenzanfragen, Kohärenzantworten
und Kohärenzabschlüsse verwendet.
Ein "R" zeigt den Anforderungsagenten 100 an,
ein "S" zeigt den abhängigen Agenten 104 an,
und ein "H" zeigt den Heimatagenten 102 an.
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Eine Lesen-um-gemeinsam-zu-Nutzen-
bzw. Read-To-Share-Anforderung wird durchgeführt, wenn eine Kohärenzeinheit
in einem bestimmten SMP-Knoten nicht vorliegt und die Beschaffenheit bzw.
das Wesen der Transaktion vom SMP-Bus 20 an die Kohärenzeinheit
anzeigt, daß ein
Lesezugriff auf die Kohärenzeinheit
gewünscht
wird. Zum Beispiel kann eine im Cache speicherbare Lesetransaktion
zu einer Read-To-Share-Anforderung führen. Allgemein gesprochen
ist eine Read-To-Share-Anforderung eine Anforderung einer Kopie
der Kohärenzeinheit
im Zustand "gemeinsam
genutzt". Ähnlich ist eine
Read-To-Own-Anforderung eine Anforderung einer Kopie der Kohärenzeinheit
im Zustand "in Besitz". Kopien eine Kohärenzeinheit
in anderen SMP-Knoten sollten in den Zustand "ungültig" geändert werden.
Eine Read-To-Own-Anforderung
kann zum Beispiel als Reaktion auf einen Cachefehlschlag einer im
Cache speicherbaren Schreibtransaktion durchgeführt werden.
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Strom-Lesen bzw. Read-Stream und Strom-Schreiben
bzw. Write-Stream sind Anforderungen, eine gesamte Kohärenzeinheit
zu lesen oder zu (be)schreiben. Diese Operationen werden typischerweise
für Blockkopier-Operationen
verwendet. Die Prozessoren 16 und die Cachespeicher 18 speichern
keine Daten im Cache, die als Reaktion auf eine Read-Stream- oder Write-Stream-Anforderung bereitgestellt
werden. Statt dessen wird die Kohärenzeinheit im Fall einer Read-Stream-Anforderung
als Daten dem Prozessor 16 übergeben oder die Daten werden
im Fall einer Write-Stream-Anforderung in den Speicher 22 geschrieben.
Es wird darauf hingewiesen, daß Read-To-Share-,
Read-To-Own- und Read-Stream-Anforderungen
als COMA-Operationen (z. B. RTS, RTO und RS) oder als NUMA-Operationen (z. B.
RTSN, RTON und RSN) durchgeführt werden
können.
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Eine Zurückschreib- oder Write-Back-Anforderung
wird durchgeführt,
wenn eine Kohärenzeinheit
in den Heimatknoten der Kohärenzeinheit
zu schreiben ist. Der Heimatknoten antwortet mit der Berechtigung
bzw. Erlaubnis, die Kohärenzeinheit zurückzuschreiben.
Die Kohärenzeinheit
wird dann mit dem Kohärenzabschluß an den
Heimatknoten gereicht.
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Die Anforderung zum Ungültigmachen
bzw. die Invalidate-Anforderung wird durchgeführt, um zu veranlassen, daß Kopien
einer Kohärenzeinheit
in anderen SMP-Knoten ungültig
gemacht werden. Ein typischer Fall, in dem eine Invalidate-Anforderung
erzeugt wird, ist eine Write-Stream-Transaktion auf eine gemeinsam
genutzte oder im Besitz befindliche Kohärenzeinheit. Die Write-Stream-Transaktion
aktualisiert die Kohärenzeinheit,
und daher werden Kopien der Kohärenzeinheit
in anderen SMP-Knoten ungültig
gemacht.
-
I/O-Lese- und -Schreib- bzw. I/O-Read-
und -Write-Anforderungen werden als Reaktion auf I/O-Read- und -Write-Transaktionen übermittelt. I/O-Transaktionen
sind nicht-kohärent
(d. h. die Transaktionen werden nicht im Cache gespeichert und die
Kohärenz
wird für
diese Transaktionen nicht beibehalten bzw. aufrecht erhalten). I/O-Blocktransaktionen übertragen
einen größeren Teil
bzw. eine größere Menge
von Daten als normale I/O-Transaktionen. Nach einer Ausführungsform
werden vierundsechzig Bytes an bzw. von Information in einer Block-I/O-Operation übertragen,
während
acht Bytes in einer Nicht-Block-I/O-Transaktion übertragen werden.
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Ausspül- bzw. Flush-Anforderungen
führen dazu,
daß Kopien
der Kohärenzeinheit
ungültig
gemacht werden. Modifizierte Kopien werden an den Heimatknoten zurückgegeben.
Unterbrechungs- bzw. Interruptanforderungen werden verwendet, um Unterbrechungen
bzw. Interrupts an ein bestimmtes Gerät bzw. eine bestimmte Einrichtung
in einem entfernten SMP-Knoten
zu signalisieren. Der Interrupt kann einem bestimmten Prozessor 16 übergeben werden,
der als Reaktion auf den Interrupt eine Interrupt Service Routine
ausführen
kann, die an einer vordefinierten Adresse gespeichert ist. Administrative
Pakete werden verwendet, um gewisse Arten von Rücksetzsignalen zwischen den
Knoten zu senden.
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10 ist
eine Tabelle 198, die beispielhafte Typen von Kohärenzanfragen
auflistet. Ähnlich
zur Tabelle 190 sind die Spalten 192, 194 und 196 in
der Tabelle 198 enthalten. Eine Read-To-Share-Anfrage wird
an den Besitzer einer Kohärenzeinheit übermittelt
und veranlaßt
den Besitzer dazu, die Daten an den anfordernden Knoten zu übertragen. Ähnlich veranlassen
Read-To-Own- und Read-Stream-Anfrage den Besitzer der Kohärenzeinheit
dazu, die Daten an den anfordernden Knoten zu übertragen. Darüber hinaus
veranlaßt
eine Read-To-Own-Anfrage den Besitzer dazu, den Zustand der Kohärenzeinheit
im Besitzerknoten auf "ungültig" zu ändern. Read-Stream- und
Read-To-Share-Anfragen veranlassen in dem Besitzerknoten einen Zustandswechsel
zu "in Besitz" (von "modifiziert").
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Invalidate-Anfragen veranlassen keine Übertragung
der entsprechenden Kohärenzein
heit. Statt dessen führt
eine Invalidate-Anfrage dazu, daß Kopien der Kohärenzeinheit
ungültig
gemacht werden. Schließlich
werden administrative Anfragen als Reaktion auf administrative Anforderungen übertragen. Es
wird darauf hingewiesen, daß jede
der Anfragen vom Heimatagenten 102 als Reaktion auf eine
Anforderung vom Anforderungsagenten 100 eingeleitet wird.
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11 ist
eine Tabelle 200, die beispielhafte Antworttypen, die von einer
Ausführungsform
des Computersystems 10 verwendet werden, auflistet. Ähnlich zu
den 9 und 10 enthält 11 die Spalten 192, 194 und 196 für die Kohärenzantworten.
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Eine Datenantwort ist eine Antwort,
welche die angeforderten Daten enthält. Der abhängige Agent, der Besitzer ist, übergibt
bei Kohärenzanforderungen
typischerweise die Datenantwort. Jedoch kann bei I/O-Leseanforderungen
der Heimatagent die Daten übergeben.
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Die Bestätigungsantwort zeigt an, daß eine mit
einer bestimmten Kohärenzanforderung
verbundene Kohärenzanfrage
abgeschlossen ist. Typischerweise übergibt der abhängige Agent
die Bestätigungsantworten,
jedoch übergibt
der Heimatagent die Bestätigungsantworten
(zusammen mit Daten), wenn der Heimatagent der Besitzer der Kohärenzeinheit
ist.
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Abhängiger-Agent-nicht-Besitzer-
bzw. Slave-Not-Owned-, Adresse-nicht-abgebildet- bzw. Address-Not-Mapped- und Fehler-
bzw. Error-Antworten werden vom abhängigen Agenten 104 übertragen,
wenn ein Fehler erkannt wird. Die Slave-Not-Owned-Antwort wird gesendet,
wenn ein abhängiger
Agent vom Heimatagenten 102 als Besitzer der Kohärenzeinheit
bezeichnet wird und der abhängige
Agent nicht mehr Besitzer der Kohärenzeinheit ist. Die Address-Not-Mapped-Antwort
wird gesendet, wenn der abhängige
Agent eine Anfrage empfängt, für die kein
Gerät bzw.
keine Einrichtung auf dem entsprechenden SMP-Bus 20 die
Besitzereigenschaft für
sich in Anspruch nimmt. Andere vom abhängigen Agenten erkannte Fehlerbedingungen
werden mittels der Fehlerantwort angezeigt.
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Über
die Fehlerantworten hinaus, die dem abhängigen Agenten 104 zur
Verfügung
stehen, kann der Heimatagent 102 Fehlerantworten liefern. Die
negative Bestätigungsantwort
bzw. die Negative-Acknowledge (NACK) Antwort und die negative (NOPE)
Antwort werden vom Heimatagenten 102 verwendet, um anzuzeigen,
daß die
entsprechende Anforderung keine Be dienung durch den Heimatagenten 102 erfordert.
Die NACK-Transaktion kann verwendet werden, um anzuzeigen, daß die entsprechende
Anforderung vom Heimatagenten zurückgewiesen wird. Zum Beispiel
erhält
eine Interrupt-Anforderung ein NACK, wenn der Interrupt vom empfangenden
Knoten zurückgewiesen
wird. Eine Acknowledge- (ACK) Antwort wird übermittelt, wenn der Interrupt
vom empfangenden Knoten akzeptiert wird. Die NOPE-Transaktion wird
verwendet, um anzuzeigen, daß eine
entsprechende Flush-Anforderung für eine Kohärenzeinheit übermittelt
wurde, die nicht vom anfordernden Knoten gespeichert ist.
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12 ist
eine Tabelle 202, die beispielhafte Typen von Kohärenzabschlüssen entsprechend
einer Ausführungsform
des Computersystems 10 darstellt. Ähnlich zu den 9–11 enthält 12 die Spalten 192, 194 und 196 für Kohärenzabschlüsse.
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Ein Abschluß ohne Daten wird als ein Signal vom
Anforderungsagenten 100 an den Heimatagenten 102 verwendet,
daß eine
bestimmte Anforderung abgeschlossen ist. Als Reaktion darauf entfernt
der Heimatagent 102 die Sperre auf der entsprechenden Kohärenzinformation.
Zwei Arten von Datenabschlüssen
sind enthalten, die verschiedenen Transaktionen auf dem SMP-Bus 20 entsprechen.
Eine Art von Neuausgabe-Transaktion bezieht nur eine Datenphase
auf dem SMP-Bus 20 ein. Diese Neuausgabe-Transaktion kann
nach einer Ausführungsform für I/O-Schreib-
und Interrupt-Transaktionen verwendet werden. Die andere Art von
Neuausgabe-Transaktion bezieht sowohl eine Adreß- als auch eine Datenphase
ein. Kohärente
Schreibvorgänge
wie Write-Stream und Write-Back können die Neuausgabe-Transaktion,
die sowohl Adreß-
als auch Datenphasen umfaßt,
verwenden. Schließlich
ist für
Leseanforderungen, die scheiterten, den angeforderten Zustand zu
erwerben, ein Abschluß,
der das Scheitern bzw. Fehlschlagen anzeigt, enthalten.
-
Gemäß 13 ist eine Tabelle 210 dargestellt,
die Kohärenzaktivitäten als
Reaktion auf verschiedene Transaktionen auf dem SMP-Bus 20 zeigt. Die
Tabelle 210 stellt Transaktionen dar, die dazu führen, daß Anforderungen
an andere SMP-Knoten 12 übermittelt werden. Transaktionen,
die innerhalb eines SMP-Knotens abgeschlossen werden, sind nicht abgebildet.
Ein "" in einer Spalte
zeigt an, daß bezogen
auf diese Spalte in dem innerhalb einer bestimmten Zeile betrachteten
Fall keine Aktivität
durchgeführt
wird. Es ist eine Transaktionsspalte 212 enthalten, welche
die Transaktion angibt, die von dem Anforderungsagenten 100 über den
SMP-Bus 20 empfangen wird. Die MTAG-Spalte 214 gibt
den Zustand des MTAG für
die Kohärenzeinheit
an, auf die durch die der Transaktion entsprechenden Adresse zugegriffen
wird. Die abgebildeten Zustände
umfassen die oben beschriebenen MOSI-Zustände und einen "n"-Zustand.
Der "n"-Zustand zeigt an,
daß auf
die Kohärenzeinheit
für den
SMP-Knoten, in dem die Transaktion eingeleitet wird, im NUMA-Modus
zugegriffen wird. Daher wird keine lokale Kopie der Kohärenzeinheit
im Speicher des anfordernden Knotens gespeichert. Statt dessen wird
die Kohärenzeinheit vom
Heimat-SMP-Knoten (oder einem Besitzerknoten) übertragen und an den anfordernden
Prozessor 16 oder Cache 18 ohne Speicherung im
Speicher 22 übermittelt.
-
Eine Anforderungsspalte 216 listet
die Kohärenzanforderung
auf, die an den durch die Adresse der Transaktion bezeichneten Heimatagenten übertragenen
wird. Beim Empfang der in Spalte 216 aufgelisteten Kohärenzanforderung,
prüft der
Heimatagent 102 den Zustand der Kohärenzeinheit für den anfordernden
Knoten, wie im Verzeichnis 66 aufgezeichnet. Die D-Spalte 218 listet
den aktuellen Zustand der Kohärenzeinheit
auf, der für
den anfordernden Knoten aufgezeichnet ist, und die D'-Spalte 220 listet
den Zustand der Kohärenzeinheit
auf, der für den
anfordernden Knoten aufgezeichnet wird, nachdem er vom Heimatagenten 102 als
Reaktion auf die empfangene Kohärenzanforderung
aktualisiert wurde. Darüber
hinaus kann der Heimatagent 102 eine erste Kohärenzanfrage
an den Besitzer der Kohärenzeinheit
erzeugen und zusätzliche
Kohärenzanfragen
an jeden beliebigen Knoten, der gemeinsam genutzte Kopien der Kohärenzeinheit
hält. Die
Kohärenzanfrage,
die an den Besitzer übertragen
wird, ist in Spalte 222 abgebildet, während die Kohärenzanfrage,
die an die gemeinsam benutzenden Knoten übertragen wird, in Spalte 224 abgebildet
ist. Weiterhin kann der Heimatagent 102 eine Kohärenzantwort an
den anfordernden Knoten übermitteln.
Die Antworten des Heimatagenten sind in Spalte 226 abgebildet.
-
Der abhängige Agent 104 in
dem SMP-Knoten, der als der Besitzer der Kohärenzeinheit angegeben ist, übermittelt
eine Kohärenzantwort
wie in Spalte 228 abgebildet. Die abhängigen Agenten 104 in den
Knoten, die als gemeinsam benutzende Knoten angegeben sind, antworten
auf die in Spalte 224 abgebildeten Kohärenzanfragen im Anschluß an die Zustandswechsel,
die durch die empfangene Kohärenzanfrage
angezeigt werden, mit den Kohärenzantworten,
die in Spalte 230 abgebildet sind.
-
Auf den Empfang der passenden Anzahl
von Kohärenzantworten
hin übermittelt
der Anforderungsagent 100 einen Kohärenzabschluß an den Heimatagenten 102.
Die Kohärenzabschlüsse, die für die verschiedenen
Transaktionen verwendet werden, sind in Spalte 232 abgebildet.
-
Als ein Beispiel stellt Zeile 234 die
Kohärenzaktivität als Reaktion
auf eine Read-To-Share-Transaktion
auf dem SMP-Bus 20 dar, für die der entsprechende MTAG-Zustand "ungültig" ist. Der entsprechende
Anforderungsagent 100 übermittelt
eine Read-To-Share-Kohärenzanforderung
an den Heimatagenten, der durch die mit der Read-To-Share-Transaktion verbundene
globale Adresse bestimmt ist. Für
den in Zeile 234 abgebildeten Fall zeigt das Verzeichnis
des Heimatknotens an, daß der
anfordernde Knoten die Daten im Zustand "ungültig" speichert. Der Zustand
in dem Verzeichnis des Heimatknotens wird für den anfordernden Knoten auf "gemeinsam genutzt" aktualisiert, und
eine Read-To-Share-Kohärenzanfrage
wird vom Heimatagenten 102 an den Knoten übermittelt,
der vom Verzeichnis als der Besitzer angegeben wird. Es werden keine
Anfragen an gemeinsame Benutzer übermittelt,
da die Transaktion den Zustand "gemeinsam
genutzt" zu erlangen
sucht. Der abhängige
Agent 104 im Besitzerknoten übermittelt die Daten, die der
Kohärenzeinheit
entsprechen, an den anfordernden Knoten. Beim Empfang der Daten übermittelt
der Anforderungsagent 100 innerhalb des anfordernden Knotens
einen Kohärenzabschluß an den
Heimatagenten 102 innerhalb des Heimatknotens. Die Transaktion
ist somit abgeschlossen.
-
Es ist darauf hinzuweisen, daß der in
der D-Spalte 218 abgebildete Zustand nicht mit dem Zustand
in der MTAG-Spalte 214 übereinzustimmen braucht.
Zum Beispiel stellt eine Zeile 236 eine Kohärenzeinheit
im Zustand "ungültig" in der MTAG-Spalte 214 dar.
Der entsprechende Zustand in der D-Spalte 218 kann jedoch
gleich "modifiziert", "in Besitz" oder "gemeinsam genutzt" sein. Solche Situationen
treten auf, wenn eine vorausgehende Kohärenzanforderung von dem anfordernden
Knoten für
die Kohärenzeinheit
innerhalb des Computersystems 10 ausstehend ist, wenn der
Zugriff auf das MTAG 68 für die aktuelle Transaktion
zu der Kohärenzeinheit
auf dem Adreßbus 58 durchgeführt wird.
Jedoch wird wegen der Sperre des Verzeichniseintrages während eines bestimmten
Zugriffs die ausstehende Anforderung vor dem Zugriff auf das Verzeichnis 66 durch
die aktuelle Anforderung abgeschlossen. Aus diesem Grund sind die
erzeugten Kohärenzanfragen
vom Verzeichniszustand (der mit dem MTAG-Zustand zum Zeitpunkt des
Zugriffs auf das Verzeichnis übereinstimmt)
abhängig.
Für das
in Zeile 236 abgebildete Beispiel kann die Read-To-Share-Anforderung
einfach durch Neuausgabe der Lesetransaktion auf dem SMP-Bus 20 im
anfordernden Knoten abgeschlossen werden, da das Verzeichnis anzeigt,
daß die
Kohärenzeinheit
sich nun im anfordernden Knoten befindet. Daher bestätigt der
Heimatknoten die Anforderung, einschließlich einer Antwortzahl von
eins, und der anfordernde Knoten kann anschließend die Lesetransaktion erneut
ausgeben. Obwohl die Tabelle 210 viele Arten von Transaktionen
auflistet, wird darüber hinaus
darauf hingewiesen, daß zusätzliche
Transaktionen entsprechend verschiedener Ausführungsformen des Computersystems 10 verwendet
werden können.
-
Obwohl in den obenstehenden, beispielhaften
Ausführungsformen
SMP-Knoten 12 beschrieben wurden, kann eine Ausführungsform
des Computersystems 10 allgemein gesprochen einen oder
mehrere Verarbeitungsknoten enthalten. Im hier verwendeten Sinn
enthält
ein Verarbeitungsknoten mindestens einen Prozessor und einen entsprechenden
Speicher. Darüber
hinaus sind Schaltungen für
die Kommunikation mit anderen Verarbeitungsknoten enthalten. Wenn
mehr als ein Verarbeitungsknoten in einer Ausführungsform des Computersystems 10 enthalten
ist, bilden die entsprechenden Speicher innerhalb der Verarbeitungsknoten
einen verteilten, gemeinsam genutzten Speicher. Ein Verarbeitungsknoten kann
als entfernt oder lokal bezeichnet werden. Ein Verarbeitungsknoten
ist ein entfernter Verarbeitungsknoten bezogen auf einen bestimmten
Prozessor, wenn der Verarbeitungsknoten den betreffenden Prozessor
nicht enthält.
Umgekehrt ist der Verarbeitungsknoten, der den betreffenden Prozessor
enthält,
der lokale Verarbeitungsknoten des betreffenden Prozessors.