JP2001306542A - マルチプロセッサシステム - Google Patents
マルチプロセッサシステムInfo
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 共有バス方式において、例外処理時にプロセ
ッサごと、例外要因ごとに異なった例外処理ルーチンを
選択的に実行できるマルチプロセッサシステムを提供す
る。 【解決手段】 マルチプロセッサシステムは、複数のC
PU1,2およびプログラムを格納するオンチップRO
M21〜24、外部ROM14、外部RAM15が共通
のシステムバス3に接続され、CPU1,2からのバス
要求信号REQ4,REQ5 に応じて所定のバス優先度に従って
バス専有を許可するCPUを決定し、バス許可信号GNT
7,GNT8 を出力するアービタ6と、CPU1,2の割込
を制御するための割込コントローラ12と、割込コント
ローラ12からの割込要因信号IE、バス許可信号GNT7,G
NT8 およびシステムバス3のアドレス信号A31-A0に基づ
いて、各CPU1,2に対応したメモリを選択するセレ
クト信号CSa を出力するデコーダ10などで構成され
る。
ッサごと、例外要因ごとに異なった例外処理ルーチンを
選択的に実行できるマルチプロセッサシステムを提供す
る。 【解決手段】 マルチプロセッサシステムは、複数のC
PU1,2およびプログラムを格納するオンチップRO
M21〜24、外部ROM14、外部RAM15が共通
のシステムバス3に接続され、CPU1,2からのバス
要求信号REQ4,REQ5 に応じて所定のバス優先度に従って
バス専有を許可するCPUを決定し、バス許可信号GNT
7,GNT8 を出力するアービタ6と、CPU1,2の割込
を制御するための割込コントローラ12と、割込コント
ローラ12からの割込要因信号IE、バス許可信号GNT7,G
NT8 およびシステムバス3のアドレス信号A31-A0に基づ
いて、各CPU1,2に対応したメモリを選択するセレ
クト信号CSa を出力するデコーダ10などで構成され
る。
Description
【発明の詳細な説明】
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のプロセッサ
が共通のシステムバスに接続されたマルチプロセッサシ
ステムに関する。
が共通のシステムバスに接続されたマルチプロセッサシ
ステムに関する。
【0002】
【従来の技術】図5は、従来のマルチプロセッサシステ
ムの一例を示すブロック図である。2つのCPU(Centr
al Processing Unit) 31,32が単一のシステムバス
33に接続され、同じ物理アドレスを共有している。C
PU31,32のバスアクセス競合を調停するアービタ
36が設けられる。
ムの一例を示すブロック図である。2つのCPU(Centr
al Processing Unit) 31,32が単一のシステムバス
33に接続され、同じ物理アドレスを共有している。C
PU31,32のバスアクセス競合を調停するアービタ
36が設けられる。
【0003】システムバス33には、デコーダ39、オ
ンチップROM(Read Only Memory)41,42、メモリ
インタフェイス40等の周辺回路が接続され、さらにメ
モリインタフェイス40を介して外部バス46が接続さ
れ、外部バス46には外部ROM44、外部RAM(Ran
dom Access Memory)45等の周辺回路が接続される。
ンチップROM(Read Only Memory)41,42、メモリ
インタフェイス40等の周辺回路が接続され、さらにメ
モリインタフェイス40を介して外部バス46が接続さ
れ、外部バス46には外部ROM44、外部RAM(Ran
dom Access Memory)45等の周辺回路が接続される。
【0004】デコーダ39は、システムバス33のアド
レス空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト
信号CSa を出力する。メモリインタフェイス40もアド
レスデコーダ機能を有し、システムバス33のアドレス
空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信号
CSb を出力する。
レス空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト
信号CSa を出力する。メモリインタフェイス40もアド
レスデコーダ機能を有し、システムバス33のアドレス
空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信号
CSb を出力する。
【0005】アービタ36の動作について説明する。C
PU31,32のいずれかがバスアクセスを開始する前
に、アービタ36にバス要求信号34,35を出力す
る。するとアービタ36は所定のバス優先度に従ってバ
スアクセスを許容するCPUを決定して、該CPUにバ
ス許可信号37,38を出力する。バス許可信号を受け
たCPUはシステムバス33へのアクセスを開始する。
バス許可信号を受けなかったCPUはシステムバス33
へのアクセスを一時中断して、バス許可信号が出るまで
待機する。
PU31,32のいずれかがバスアクセスを開始する前
に、アービタ36にバス要求信号34,35を出力す
る。するとアービタ36は所定のバス優先度に従ってバ
スアクセスを許容するCPUを決定して、該CPUにバ
ス許可信号37,38を出力する。バス許可信号を受け
たCPUはシステムバス33へのアクセスを開始する。
バス許可信号を受けなかったCPUはシステムバス33
へのアクセスを一時中断して、バス許可信号が出るまで
待機する。
【0006】こうしてCPU31,32は、バスアクセ
スの競合を回避しつつ、オンチップROM41,42や
外部ROM44、外部RAM45等のメモリを共有でき
る。また、システムバス33のアドレスバスが共通であ
るため、2つのCPU31,32の物理アドレス空間も
共通になる。
スの競合を回避しつつ、オンチップROM41,42や
外部ROM44、外部RAM45等のメモリを共有でき
る。また、システムバス33のアドレスバスが共通であ
るため、2つのCPU31,32の物理アドレス空間も
共通になる。
【0007】
【発明が解決しようとする課題】一般に、CPUは割込
み発生時に同じ物理アドレスから起動することが多い。
複数のCPUが単一のバスに接続されている場合、CP
Uのリセット時あるいは割込み発生時には、CPUによ
って異なるプログラムを起動させたい。
み発生時に同じ物理アドレスから起動することが多い。
複数のCPUが単一のバスに接続されている場合、CP
Uのリセット時あるいは割込み発生時には、CPUによ
って異なるプログラムを起動させたい。
【0008】しかしながら、図5のような回路構成では
2つのCPU51,52が共通の物理アドレスを有する
ため、リセット時あるいは割込み発生時の起動プログラ
ムをCPU別に切換えることは不可能である。
2つのCPU51,52が共通の物理アドレスを有する
ため、リセット時あるいは割込み発生時の起動プログラ
ムをCPU別に切換えることは不可能である。
【0009】また、CPU31,32が割込を受けた場
合、CPU31,32はプログラム動作中に割込要因を
読み取って、割込要因に対応するプログラムに分岐して
から所望の割込処理を行なうことが多い。この場合、実
際の割込処理が行なわれるまでのオーバーヘッドが多く
なり、割込発生から割込処理開始までに時間がかかるこ
とになる。
合、CPU31,32はプログラム動作中に割込要因を
読み取って、割込要因に対応するプログラムに分岐して
から所望の割込処理を行なうことが多い。この場合、実
際の割込処理が行なわれるまでのオーバーヘッドが多く
なり、割込発生から割込処理開始までに時間がかかるこ
とになる。
【0010】関連する先行技術として特開平7−780
88号があり、割込要因に対応したアドレスを直接アド
レスカウンタにロードすることによって、割込時のオー
バーヘッドを軽減する方法が開示されている。しかし、
この方法では、複数のプロセッサを共通のシステムバス
に接続するマルチプロセッサシステムとして考慮されて
おらず、プロセッサごとに割込処理を切り換えることが
できない。
88号があり、割込要因に対応したアドレスを直接アド
レスカウンタにロードすることによって、割込時のオー
バーヘッドを軽減する方法が開示されている。しかし、
この方法では、複数のプロセッサを共通のシステムバス
に接続するマルチプロセッサシステムとして考慮されて
おらず、プロセッサごとに割込処理を切り換えることが
できない。
【0011】さらに、共有バス方式を使用する場合、割
込処理時に同じ物理アドレスであっても、プロセッサご
と、割込要因ごとに異なった割込処理ルーチンを選択的
に実行する方法が望まれる。
込処理時に同じ物理アドレスであっても、プロセッサご
と、割込要因ごとに異なった割込処理ルーチンを選択的
に実行する方法が望まれる。
【0012】本発明の目的は、共有バス方式において、
例外処理時に同じ物理アドレスであっても、プロセッサ
ごと、例外要因ごとに異なった例外処理ルーチンを選択
的に実行できるマルチプロセッサシステムを提供するこ
とである。
例外処理時に同じ物理アドレスであっても、プロセッサ
ごと、例外要因ごとに異なった例外処理ルーチンを選択
的に実行できるマルチプロセッサシステムを提供するこ
とである。
【0013】
【課題を解決するための手段】本発明は、複数のプロセ
ッサおよびプログラムを格納する複数のメモリが共通の
システムバスに接続されたマルチプロセッサシステムに
おいて、各プロセッサからのバス要求信号に応じて所定
のバス優先度に従ってバス専有を許可するプロセッサを
決定し、バス許可信号を出力するバスアービタと、複数
個の例外事象を受け取って所定のプロセッサに例外事象
を通知し、例外要因を記憶する例外コントローラと、例
外コントローラが記憶した例外要因を表す例外要因信
号、バス許可信号およびシステムバスのアドレス信号に
基づいて、各プロセッサおよび各例外要因に対応したメ
モリを選択するセレクト信号を各メモリに出力するデコ
ーダとを備えることを特徴とするマルチプロセッサシス
テムである。
ッサおよびプログラムを格納する複数のメモリが共通の
システムバスに接続されたマルチプロセッサシステムに
おいて、各プロセッサからのバス要求信号に応じて所定
のバス優先度に従ってバス専有を許可するプロセッサを
決定し、バス許可信号を出力するバスアービタと、複数
個の例外事象を受け取って所定のプロセッサに例外事象
を通知し、例外要因を記憶する例外コントローラと、例
外コントローラが記憶した例外要因を表す例外要因信
号、バス許可信号およびシステムバスのアドレス信号に
基づいて、各プロセッサおよび各例外要因に対応したメ
モリを選択するセレクト信号を各メモリに出力するデコ
ーダとを備えることを特徴とするマルチプロセッサシス
テムである。
【0014】本発明に従えば、デコーダがバスアービタ
からのバス許可信号を調べることによって、システムバ
スを専有するプロセッサを識別できる。そのため、各プ
ロセッサが同じ物理アドレスを共有していても、バス専
有中のプロセッサに対応したメモリを切り換えることに
よって、プロセッサごとに異なるプログラムを起動でき
る。
からのバス許可信号を調べることによって、システムバ
スを専有するプロセッサを識別できる。そのため、各プ
ロセッサが同じ物理アドレスを共有していても、バス専
有中のプロセッサに対応したメモリを切り換えることに
よって、プロセッサごとに異なるプログラムを起動でき
る。
【0015】また、例外処理時に、ある固定された物理
アドレスへジャンプするように設計されたプロセッサの
場合、バス許可信号を用いてプロセッサごとに可視とな
るメモリを切り換えることによって、プロセッサごとに
用意した例外処理ルーチンへ分岐することができる。
アドレスへジャンプするように設計されたプロセッサの
場合、バス許可信号を用いてプロセッサごとに可視とな
るメモリを切り換えることによって、プロセッサごとに
用意した例外処理ルーチンへ分岐することができる。
【0016】さらに、例外コントローラが記憶した例外
要因を表す例外要因信号を用いて、例外要因に応じて可
視となるメモリを切り換えることによって、例外要因に
対応した例外処理ルーチンを自動的に起動できるため、
実際の例外処理が行なわれるまでのオーバーヘッドを軽
減できる。
要因を表す例外要因信号を用いて、例外要因に応じて可
視となるメモリを切り換えることによって、例外要因に
対応した例外処理ルーチンを自動的に起動できるため、
実際の例外処理が行なわれるまでのオーバーヘッドを軽
減できる。
【0017】また本発明は、前記例外コントローラは、
周辺回路からの割込信号を受け取って所定のプロセッサ
に割込事象を通知することを特徴とする。
周辺回路からの割込信号を受け取って所定のプロセッサ
に割込事象を通知することを特徴とする。
【0018】本発明に従えば、例外コントローラは、周
辺回路からの割込信号を受け取って所定のプロセッサに
割込事象を通知することによって、割込要因に対応した
割込処理ルーチンを自動的に起動できる。
辺回路からの割込信号を受け取って所定のプロセッサに
割込事象を通知することによって、割込要因に対応した
割込処理ルーチンを自動的に起動できる。
【0019】また本発明は、前記例外コントローラは、
周辺回路からのリセット信号を受け取って所定のプロセ
ッサにリセットをかけることを特徴とする。
周辺回路からのリセット信号を受け取って所定のプロセ
ッサにリセットをかけることを特徴とする。
【0020】本発明に従えば、例外コントローラは、周
辺回路からのリセット信号を受け取って所定のプロセッ
サにリセットをかけることによって、デコーダは各プロ
セッサの初期化ルーチンを選択して実行できる。
辺回路からのリセット信号を受け取って所定のプロセッ
サにリセットをかけることによって、デコーダは各プロ
セッサの初期化ルーチンを選択して実行できる。
【0021】また本発明は、前記例外コントローラは、
自分自身あるいは他のプロセッサからのソフトウエア割
込を受け取って所定のプロセッサに割込要因を通知する
ことを特徴とする。
自分自身あるいは他のプロセッサからのソフトウエア割
込を受け取って所定のプロセッサに割込要因を通知する
ことを特徴とする。
【0022】本発明に従えば、例外コントローラは、プ
ロセッサからのソフトウエア割込(たとえばレジスタラ
イト動作)を受け取って所定のプロセッサに割込要因を
通知することによって、デコーダは各ソフトウエア割込
の処理ルーチンを選択して実行できる。
ロセッサからのソフトウエア割込(たとえばレジスタラ
イト動作)を受け取って所定のプロセッサに割込要因を
通知することによって、デコーダは各ソフトウエア割込
の処理ルーチンを選択して実行できる。
【0023】また本発明は、前記例外コントローラは、
未定義命令をフェッチしたことを示す信号を受け取って
未定義命令をフェッチしたプロセッサに未定義命令をフ
ェッチしたことを通知することを特徴とする。
未定義命令をフェッチしたことを示す信号を受け取って
未定義命令をフェッチしたプロセッサに未定義命令をフ
ェッチしたことを通知することを特徴とする。
【0024】本発明に従えば、例外コントローラは、未
定義命令をフェッチしたことを示す信号を受け取って未
定義命令をフェッチしたプロセッサに未定義命令をフェ
ッチしたことを通知することによって、デコーダは未定
義命令をフェッチした時の処理ルーチンを選択して実行
できる。なお、プロセッサは、未定義命令をフェッチし
たことを示す信号を出すように構成される。
定義命令をフェッチしたことを示す信号を受け取って未
定義命令をフェッチしたプロセッサに未定義命令をフェ
ッチしたことを通知することによって、デコーダは未定
義命令をフェッチした時の処理ルーチンを選択して実行
できる。なお、プロセッサは、未定義命令をフェッチし
たことを示す信号を出すように構成される。
【0025】また本発明は、前記例外コントローラは、
不正なアドレスへのメモリアクセスをしたことを示す信
号を受け取って不正アクセスをフェッチしたプロセッサ
に不正アクセスしたことを通知することを特徴とする。
不正なアドレスへのメモリアクセスをしたことを示す信
号を受け取って不正アクセスをフェッチしたプロセッサ
に不正アクセスしたことを通知することを特徴とする。
【0026】本発明に従えば、例外コントローラは、不
正なアドレスへのメモリアクセスをしたことを示す信号
を受け取って不正アクセスをフェッチしたプロセッサに
不正アクセスしたことを通知することによって、デコー
ダは不正アクセス時の処理ルーチンを選択して実行でき
る。たとえばプロセッサが書き込み禁止領域への書き込
みを行なうと、デコーダが不正アクセスを検知して例外
事象とする。
正なアドレスへのメモリアクセスをしたことを示す信号
を受け取って不正アクセスをフェッチしたプロセッサに
不正アクセスしたことを通知することによって、デコー
ダは不正アクセス時の処理ルーチンを選択して実行でき
る。たとえばプロセッサが書き込み禁止領域への書き込
みを行なうと、デコーダが不正アクセスを検知して例外
事象とする。
【0027】また本発明は、バスアービタとデコーダと
の間に介在し、バスアービタからのバス許可信号のタイ
ミングを変換してデコーダに出力するタイミング変換回
路を備えることを特徴とする。
の間に介在し、バスアービタからのバス許可信号のタイ
ミングを変換してデコーダに出力するタイミング変換回
路を備えることを特徴とする。
【0028】本発明に従えば、バスアービタとシステム
バスとは回路構成の独立性が高く、一般にはバス許可信
号のタイミングとシステムバスのクロックとは同期して
いないため、デコーダでの信号処理が複雑になるが、タ
イミング変換回路を設けることによってバス調停に関す
る信号とシステムバスとを同じタイミングで処理できる
ため、デコーダでの信号処理を簡素化できる。
バスとは回路構成の独立性が高く、一般にはバス許可信
号のタイミングとシステムバスのクロックとは同期して
いないため、デコーダでの信号処理が複雑になるが、タ
イミング変換回路を設けることによってバス調停に関す
る信号とシステムバスとを同じタイミングで処理できる
ため、デコーダでの信号処理を簡素化できる。
【0029】また本発明は、メモリは、全てのプロセッ
サからの読出しアクセスを許可する第1物理アドレス空
間と、特定のプロセッサによる書込みアクセスを許可
し、他のプロセッサによる書込みアクセスを禁止する第
2物理アドレス空間とを有することを特徴とする。
サからの読出しアクセスを許可する第1物理アドレス空
間と、特定のプロセッサによる書込みアクセスを許可
し、他のプロセッサによる書込みアクセスを禁止する第
2物理アドレス空間とを有することを特徴とする。
【0030】本発明に従えば、書込みアクセスが許可ま
たは禁止されるメモリアドレス空間をプロセッサごとに
割り付けることによって、特定のプロセッサだけが専用
できるメモリアドレス空間および共通に書き込み可能な
メモリアドレス空間を別個に確保できるため、プログラ
ム開発時の相互作用を無くすことができ、プログラム開
発の効率が向上する。
たは禁止されるメモリアドレス空間をプロセッサごとに
割り付けることによって、特定のプロセッサだけが専用
できるメモリアドレス空間および共通に書き込み可能な
メモリアドレス空間を別個に確保できるため、プログラ
ム開発時の相互作用を無くすことができ、プログラム開
発の効率が向上する。
【0031】
【発明の実施の形態】図1は、本発明の実施の一形態を
示すブロック図である。2つのCPU1,2が単一のシ
ステムバス3に接続され、同じ物理アドレスを共有して
いる。CPU1,2のバスアクセス競合を調停するアー
ビタ6が設けられる。
示すブロック図である。2つのCPU1,2が単一のシ
ステムバス3に接続され、同じ物理アドレスを共有して
いる。CPU1,2のバスアクセス競合を調停するアー
ビタ6が設けられる。
【0032】システムバス3には、デコーダ10、オン
チップROM21〜24、メモリインタフェイス11等
の周辺回路が接続され、さらにメモリインタフェイス1
1を介して外部バス16が接続され、外部バス16には
外部ROM14、外部RAM15等の周辺回路が接続さ
れる。
チップROM21〜24、メモリインタフェイス11等
の周辺回路が接続され、さらにメモリインタフェイス1
1を介して外部バス16が接続され、外部バス16には
外部ROM14、外部RAM15等の周辺回路が接続さ
れる。
【0033】デコーダ10は、システムバス3のアドレ
ス空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信
号CSa を出力する。メモリインタフェイス11もアドレ
スデコーダ機能を有し、システムバス3のアドレス空間
に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信号CSb
を出力する。アービタ6とデコーダ10との間にはタイ
ミング変換回路9が介在する。
ス空間に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信
号CSa を出力する。メモリインタフェイス11もアドレ
スデコーダ機能を有し、システムバス3のアドレス空間
に割り当てられた周辺回路を選択するセレクト信号CSb
を出力する。アービタ6とデコーダ10との間にはタイ
ミング変換回路9が介在する。
【0034】さらに、CPU1,2の割込を制御するた
めの割込コントローラ12が設けられる。割込コントロ
ーラ12は、複数個(ここでは4個)の割込INT1-INT4
のうちいずれかを受け取ると、その割込がどちらのCP
Uに対する割込であるかを判定して、対応するCPUに
割込をかける。同時に、割込コントローラ12は、どの
デバイスからの割込であるか、すなわち割込INT1-INT4
のうちいずれであるかを示すデータをラッチし、CPU
の割込処理が終了するまで、所定の規則でコード化され
た割込要因信号IEをデコーダ10に出力する。
めの割込コントローラ12が設けられる。割込コントロ
ーラ12は、複数個(ここでは4個)の割込INT1-INT4
のうちいずれかを受け取ると、その割込がどちらのCP
Uに対する割込であるかを判定して、対応するCPUに
割込をかける。同時に、割込コントローラ12は、どの
デバイスからの割込であるか、すなわち割込INT1-INT4
のうちいずれであるかを示すデータをラッチし、CPU
の割込処理が終了するまで、所定の規則でコード化され
た割込要因信号IEをデコーダ10に出力する。
【0035】図2は、バス調停動作を示すタイミングチ
ャートである。まずCPU1がシステムバス3へのアク
セスを必要としたとき、CPU1のバス要求信号REQ4を
アクティブ(ハイレベル)にしてアービタ6に出力す
る。一方、CPU2がシステムバス3へのアクセスを必
要としたとき、CPU2のバス要求信号REQ5をアクティ
ブ(ハイレベル)にしてアービタ6に出力する。
ャートである。まずCPU1がシステムバス3へのアク
セスを必要としたとき、CPU1のバス要求信号REQ4を
アクティブ(ハイレベル)にしてアービタ6に出力す
る。一方、CPU2がシステムバス3へのアクセスを必
要としたとき、CPU2のバス要求信号REQ5をアクティ
ブ(ハイレベル)にしてアービタ6に出力する。
【0036】アービタ6は、予め定められたバス優先度
に従ってバス専有を許可するプロセッサを決定する。C
PU1にバス専有を許可する場合、バス許可信号GNT7を
アクティブにしてCPU1に出力するとともに、バス許
可信号GNT8を非アクティブ(ローレベル)してCPU2
に出力する。一方、CPU2にバス専有を許可する場
合、バス許可信号GNT8をアクティブにしてCPU2に出
力するとともに、バス許可信号GNT7を非アクティブして
CPU1に出力する。
に従ってバス専有を許可するプロセッサを決定する。C
PU1にバス専有を許可する場合、バス許可信号GNT7を
アクティブにしてCPU1に出力するとともに、バス許
可信号GNT8を非アクティブ(ローレベル)してCPU2
に出力する。一方、CPU2にバス専有を許可する場
合、バス許可信号GNT8をアクティブにしてCPU2に出
力するとともに、バス許可信号GNT7を非アクティブして
CPU1に出力する。
【0037】ここでCPU1,2の両方が内部に命令キ
ャッシュメモリを持つプロセッサである場合、命令キャ
ッシュメモリに格納された命令を読み込むことができ、
いわゆるキャッシュがヒットしたときはバスアクセスの
必要がないため、バス許可信号をアクティブにしないで
命令を実行できる。したがってキャッシュがヒットした
状態が続けば、CPU1,2ともに同時に動作可能にな
る。しかし、実行予定の命令が命令キャッシュメモリに
格納されておらず、いわゆるキャッシュがミスヒットし
たときはバスアクセスが必要になり、バス要求信号をア
クティブにして、アービタ6のバス専有許可を待って、
周辺メモリに格納された命令を読み込む。
ャッシュメモリを持つプロセッサである場合、命令キャ
ッシュメモリに格納された命令を読み込むことができ、
いわゆるキャッシュがヒットしたときはバスアクセスの
必要がないため、バス許可信号をアクティブにしないで
命令を実行できる。したがってキャッシュがヒットした
状態が続けば、CPU1,2ともに同時に動作可能にな
る。しかし、実行予定の命令が命令キャッシュメモリに
格納されておらず、いわゆるキャッシュがミスヒットし
たときはバスアクセスが必要になり、バス要求信号をア
クティブにして、アービタ6のバス専有許可を待って、
周辺メモリに格納された命令を読み込む。
【0038】CPU2へのバス許可信号GNT8がアクティ
ブで、CPU2がバスアクセスを行なっている状態で、
CPU1がキャッシュをミスヒットして、バス要求信号
REQ4をアクティブにした場合、アービタ6は現在のバス
アクセスが終了した時点でCPU1,2のバス優先度を
判定する。たとえばCPU1のバス優先度の方が高いと
きはバス専有をCPU1に譲って、CPU1へのバス許
可信号GNT7をアクティブにし、CPU2へのバス許可信
号GNT8を非アクティブにして、CPU2のバスアクセス
を中断させる。逆に、CPU2のバス優先度の方が高い
ときは、CPU1へのバス許可信号GNT7を非アクティブ
のままとし、CPU2へのバス許可信号GNT8をアクティ
ブのままとして、CPU2のバスアクセスを続行させ
る。
ブで、CPU2がバスアクセスを行なっている状態で、
CPU1がキャッシュをミスヒットして、バス要求信号
REQ4をアクティブにした場合、アービタ6は現在のバス
アクセスが終了した時点でCPU1,2のバス優先度を
判定する。たとえばCPU1のバス優先度の方が高いと
きはバス専有をCPU1に譲って、CPU1へのバス許
可信号GNT7をアクティブにし、CPU2へのバス許可信
号GNT8を非アクティブにして、CPU2のバスアクセス
を中断させる。逆に、CPU2のバス優先度の方が高い
ときは、CPU1へのバス許可信号GNT7を非アクティブ
のままとし、CPU2へのバス許可信号GNT8をアクティ
ブのままとして、CPU2のバスアクセスを続行させ
る。
【0039】図2を参照すると、システムバス3は、ク
ロックCLK に同期して動作する同期バスとして構成され
る。クロックCLK の立上りである時刻T1でCPU1が周
辺メモリに格納された命令を読み込もうとして、バス要
求信号REQ4をアクティブ(ハイレベル)にする。このと
きCPU2のバス要求信号REQ5は非アクティブ(ローレ
ベル)である。アービタ6はバス要求信号REQ4の状態に
基づいて、CPU1へのバス許可信号GNT7をアクティブ
にする。
ロックCLK に同期して動作する同期バスとして構成され
る。クロックCLK の立上りである時刻T1でCPU1が周
辺メモリに格納された命令を読み込もうとして、バス要
求信号REQ4をアクティブ(ハイレベル)にする。このと
きCPU2のバス要求信号REQ5は非アクティブ(ローレ
ベル)である。アービタ6はバス要求信号REQ4の状態に
基づいて、CPU1へのバス許可信号GNT7をアクティブ
にする。
【0040】次にクロックCLK の立下りである時刻T2
で、CPU1はバス専有が許可されたことを知って、次
のクロックCLK の立上りである時刻T3からバスアクセス
を開始し、システムバス3のアドレス信号A31-A0を駆動
する。
で、CPU1はバス専有が許可されたことを知って、次
のクロックCLK の立上りである時刻T3からバスアクセス
を開始し、システムバス3のアドレス信号A31-A0を駆動
する。
【0041】ここで、バス許可信号GNT7,GNT8 はタイミ
ング変換回路9に入力される。図3は、タイミング変換
回路9の一例を示す回路図である。タイミング変換回路
9は、D型フリップフロップで構成され、バス許可信号
GNT7がD端子に入力され、バス許可信号GNT8は特に使用
していない。ここでは、マルチプロセッサシステムとし
て2つのCPU1,2を使用しているため、1つのバス
許可信号だけを監視していればバス競合を防止できるか
らである。3つ以上のプロセッサを使用した構成では各
バス許可信号を使用することになる。
ング変換回路9に入力される。図3は、タイミング変換
回路9の一例を示す回路図である。タイミング変換回路
9は、D型フリップフロップで構成され、バス許可信号
GNT7がD端子に入力され、バス許可信号GNT8は特に使用
していない。ここでは、マルチプロセッサシステムとし
て2つのCPU1,2を使用しているため、1つのバス
許可信号だけを監視していればバス競合を防止できるか
らである。3つ以上のプロセッサを使用した構成では各
バス許可信号を使用することになる。
【0042】システムバス3のクロックCLK はD型フリ
ップフロップのクロック端子に入力され、バス許可信号
GNT7をクロックCLK の立上りでラッチして、Q端子から
アドレス信号A32 として出力する。図2の時刻T3におい
て、アクティブであるバス許可信号GNT7をラッチして、
アドレス信号A32 をハイレベルにする。こうしてバス許
可信号GNT7は、クロックCLK に同期したアドレス信号A3
2 に変換されるため、デコーダ10ではアドレス信号A3
1-A0およびアドレス信号A32 を同じタイミングで処理で
き、デコーダ10の回路構成を簡素化できる。
ップフロップのクロック端子に入力され、バス許可信号
GNT7をクロックCLK の立上りでラッチして、Q端子から
アドレス信号A32 として出力する。図2の時刻T3におい
て、アクティブであるバス許可信号GNT7をラッチして、
アドレス信号A32 をハイレベルにする。こうしてバス許
可信号GNT7は、クロックCLK に同期したアドレス信号A3
2 に変換されるため、デコーダ10ではアドレス信号A3
1-A0およびアドレス信号A32 を同じタイミングで処理で
き、デコーダ10の回路構成を簡素化できる。
【0043】時刻T4において、CPU2が周辺メモリに
格納された命令を読み込もうとした場合、バスアクセス
開始前にバス要求信号REQ5をアクティブにする。ここ
で、バス優先度はCPU2の方がCPU1より高いと仮
定すると、アービタ6はバス許可信号GNT8をアクティブ
にしてCPU2にバス使用権を与え、さらにバス許可信
号GNT7を非アクティブにしてCPU1のバス使用を禁止
する。
格納された命令を読み込もうとした場合、バスアクセス
開始前にバス要求信号REQ5をアクティブにする。ここ
で、バス優先度はCPU2の方がCPU1より高いと仮
定すると、アービタ6はバス許可信号GNT8をアクティブ
にしてCPU2にバス使用権を与え、さらにバス許可信
号GNT7を非アクティブにしてCPU1のバス使用を禁止
する。
【0044】クロックCLK の立下りである時刻T5におい
て、CPU2はバス専有が許可されたことを知って、次
のクロックCLK の立上りである時刻T6からバスアクセス
を開始し、システムバス3のアドレス信号A31-A0を駆動
する。タイミング変換回路9は、バス許可信号GNT7の非
アクティブ状態を時刻T6でラッチし、アドレス信号A32
をローレベルにする。
て、CPU2はバス専有が許可されたことを知って、次
のクロックCLK の立上りである時刻T6からバスアクセス
を開始し、システムバス3のアドレス信号A31-A0を駆動
する。タイミング変換回路9は、バス許可信号GNT7の非
アクティブ状態を時刻T6でラッチし、アドレス信号A32
をローレベルにする。
【0045】図1に戻って、システムバス3のアドレス
信号A31-A0およびタイミング変換回路9のアドレス信号
A32 がデコーダ10に入力されると、プロセッサ毎に異
なって割り付けられたアドレスマップに従ってデコーダ
10はセレクト信号CSa を出力する。
信号A31-A0およびタイミング変換回路9のアドレス信号
A32 がデコーダ10に入力されると、プロセッサ毎に異
なって割り付けられたアドレスマップに従ってデコーダ
10はセレクト信号CSa を出力する。
【0046】図4は、アドレスマップの一例を示す説明
図である。CPU1のアドレスマップは、アドレスAD0
からアドレスAD1 の手前までがオンチップROM21,
22、アドレスAD2 からアドレスAD3 の手前までが外部
ROM14、アドレスAD4 からアドレスAD7 の手前まで
が外部RAM15に割り付けられている。
図である。CPU1のアドレスマップは、アドレスAD0
からアドレスAD1 の手前までがオンチップROM21,
22、アドレスAD2 からアドレスAD3 の手前までが外部
ROM14、アドレスAD4 からアドレスAD7 の手前まで
が外部RAM15に割り付けられている。
【0047】CPU2のアドレスマップは、アドレスAD
0 からアドレスAD1 の手前までがオンチップROM2
3,24、アドレスAD2 からアドレスAD3 の手前までが
外部ROM14、アドレスAD4 からアドレスAD7 の手前
までが外部RAM15に割り付けられている。
0 からアドレスAD1 の手前までがオンチップROM2
3,24、アドレスAD2 からアドレスAD3 の手前までが
外部ROM14、アドレスAD4 からアドレスAD7 の手前
までが外部RAM15に割り付けられている。
【0048】さらに、割込要因がそれぞれのCPU1,
2に対して2つずつ、合計4つあると仮定した場合、割
込コントローラ12は4つの割込要因に対応して割込要
因信号IE=1〜4をデコーダ10に出力する。
2に対して2つずつ、合計4つあると仮定した場合、割
込コントローラ12は4つの割込要因に対応して割込要
因信号IE=1〜4をデコーダ10に出力する。
【0049】割込要因信号IE=1のとき、デコーダ10
はCPU1に割込をかけるとともに、セレクト信号CSa
によってオンチップROM21を選択する。割込要因信
号IE=2のとき、デコーダ10はCPU1に割込をかけ
るとともに、セレクト信号CSa によってオンチップRO
M22を選択する。割込要因信号IE=3のとき、デコー
ダ10はCPU2に割込をかけるとともに、セレクト信
号CSa によってオンチップROM23を選択する。割込
要因信号IE=4のとき、デコーダ10はCPU2に割込
をかけるとともに、セレクト信号CSa によってオンチッ
プROM24を選択する。
はCPU1に割込をかけるとともに、セレクト信号CSa
によってオンチップROM21を選択する。割込要因信
号IE=2のとき、デコーダ10はCPU1に割込をかけ
るとともに、セレクト信号CSa によってオンチップRO
M22を選択する。割込要因信号IE=3のとき、デコー
ダ10はCPU2に割込をかけるとともに、セレクト信
号CSa によってオンチップROM23を選択する。割込
要因信号IE=4のとき、デコーダ10はCPU2に割込
をかけるとともに、セレクト信号CSa によってオンチッ
プROM24を選択する。
【0050】こうしてCPU1,2の物理アドレス空間
が同じであっても、アドレスAD0 からアドレスAD1 の手
前までのアドレス空間は、バス使用権を有するCPUお
よび割込要因に応じて、オンチップROM21〜24の
いずれかに切替わる。
が同じであっても、アドレスAD0 からアドレスAD1 の手
前までのアドレス空間は、バス使用権を有するCPUお
よび割込要因に応じて、オンチップROM21〜24の
いずれかに切替わる。
【0051】通常、CPUはリセット時あるいは割込み
発生時に同じ物理アドレスから起動することが多く、複
数のCPUが単一のバスに接続されている場合、CPU
のリセット時あるいは割込み発生時には、CPUによっ
て異なるプログラムを起動させたいときがある。
発生時に同じ物理アドレスから起動することが多く、複
数のCPUが単一のバスに接続されている場合、CPU
のリセット時あるいは割込み発生時には、CPUによっ
て異なるプログラムを起動させたいときがある。
【0052】本実施形態では、アドレスAD0 からアドレ
スAD1 の手前までのアドレス空間にリセット時のスター
トアドレスや割込み発生時のスタートアドレスを設定す
ることによって、起動するCPUおよび割込要因に応じ
てオンチップROM21〜24のいずれかが選択可能と
なる。そのため、各スタートアドレスからの起動プログ
ラムをオンチップROM21〜24毎に異ならせること
によって、CPUによって異なるプログラムを起動でき
る。
スAD1 の手前までのアドレス空間にリセット時のスター
トアドレスや割込み発生時のスタートアドレスを設定す
ることによって、起動するCPUおよび割込要因に応じ
てオンチップROM21〜24のいずれかが選択可能と
なる。そのため、各スタートアドレスからの起動プログ
ラムをオンチップROM21〜24毎に異ならせること
によって、CPUによって異なるプログラムを起動でき
る。
【0053】メモリインタフェイス11はシステムバス
3と外部バス16とをバッファ等を介して双方向接続す
るとともに、デコーダ10からのセレクト信号CSa およ
びタイミング変換回路9からのアドレス信号A32 に基づ
いて、セレクト信号CSb を外部ROM14、外部RAM
15へ出力する。
3と外部バス16とをバッファ等を介して双方向接続す
るとともに、デコーダ10からのセレクト信号CSa およ
びタイミング変換回路9からのアドレス信号A32 に基づ
いて、セレクト信号CSb を外部ROM14、外部RAM
15へ出力する。
【0054】図4のアドレスマップを参照すると、外部
RAM15はアドレスAD4 からアドレスAD7 の手前まで
に割り付けられ、CPU1,2から見て同じアドレス空
間となっている。そのうちCPU1のアドレスマップに
関して、アドレスAD4 からアドレスAD5 の手前までのア
ドレス、およびアドレスAD6 からアドレスAD7 の手前ま
でのアドレス空間は読出し可能/書込み可能の領域に、
アドレスAD5 からアドレスAD6 の手前までのアドレス空
間は読出し可能/書込み禁止の領域となるようにメモリ
インタフェイス11がメモリプロテクト機能を備える。
また、CPU2のアドレスマップに関して、アドレスAD
5 からアドレスAD6 の手前までのアドレス空間、および
アドレスAD6 からアドレスAD7 の手前までのアドレス空
間は読出し可能/書込み可能の領域に、アドレスAD4 か
らアドレスAD5 の手前までのアドレス空間は読出し可能
/書込み禁止の領域となるようにメモリインタフェイス
11がメモリプロテクト機能を備える。
RAM15はアドレスAD4 からアドレスAD7 の手前まで
に割り付けられ、CPU1,2から見て同じアドレス空
間となっている。そのうちCPU1のアドレスマップに
関して、アドレスAD4 からアドレスAD5 の手前までのア
ドレス、およびアドレスAD6 からアドレスAD7 の手前ま
でのアドレス空間は読出し可能/書込み可能の領域に、
アドレスAD5 からアドレスAD6 の手前までのアドレス空
間は読出し可能/書込み禁止の領域となるようにメモリ
インタフェイス11がメモリプロテクト機能を備える。
また、CPU2のアドレスマップに関して、アドレスAD
5 からアドレスAD6 の手前までのアドレス空間、および
アドレスAD6 からアドレスAD7 の手前までのアドレス空
間は読出し可能/書込み可能の領域に、アドレスAD4 か
らアドレスAD5 の手前までのアドレス空間は読出し可能
/書込み禁止の領域となるようにメモリインタフェイス
11がメモリプロテクト機能を備える。
【0055】したがって、アドレスAD4 からアドレスAD
5 の手前までのアドレス空間はCPU2による書込みが
禁止され、アドレスAD5 からアドレスAD6 の手前までの
アドレス空間はCPU1による書込みが禁止され、アド
レスAD6 からアドレスAD7 の手前までのアドレス空間は
両方のCPU1,2が自由にアクセス可能となる。
5 の手前までのアドレス空間はCPU2による書込みが
禁止され、アドレスAD5 からアドレスAD6 の手前までの
アドレス空間はCPU1による書込みが禁止され、アド
レスAD6 からアドレスAD7 の手前までのアドレス空間は
両方のCPU1,2が自由にアクセス可能となる。
【0056】このようにCPU毎に異なるアクセス権を
持つ複数の物理アドレス空間を確保することによって、
特定のCPUだけが専用できるアドレス空間を確保でき
る。そのため、たとえばCPU1のプログラムの不具合
によってCPU2の動作に影響を及ぼすといったプログ
ラム開発時の相互作用を無くすことができ、プログラム
開発の効率が向上する。
持つ複数の物理アドレス空間を確保することによって、
特定のCPUだけが専用できるアドレス空間を確保でき
る。そのため、たとえばCPU1のプログラムの不具合
によってCPU2の動作に影響を及ぼすといったプログ
ラム開発時の相互作用を無くすことができ、プログラム
開発の効率が向上する。
【0057】以上、割込み処理を例として説明したが、
周辺回路からの割込信号、周辺回路からのリセット信
号、プロセッサからのソフトウエア割込、プロセッサか
らの未定義命令をフェッチしたことを示す信号、不正な
メモリアクセスを示す信号、などによって生ずる一般の
例外処理について本発明は適用できる。
周辺回路からの割込信号、周辺回路からのリセット信
号、プロセッサからのソフトウエア割込、プロセッサか
らの未定義命令をフェッチしたことを示す信号、不正な
メモリアクセスを示す信号、などによって生ずる一般の
例外処理について本発明は適用できる。
【0058】
【発明の効果】以上詳説したように本発明によれば、デ
コーダがバスアービタからのバス許可信号を調べること
によって、システムバスを専有するプロセッサを識別で
きる。そのため、各プロセッサが同じ物理アドレスを共
有していても、バス専有中のプロセッサに対応したメモ
リを切り換えることによって、プロセッサごとに異なる
プログラムを起動できる。
コーダがバスアービタからのバス許可信号を調べること
によって、システムバスを専有するプロセッサを識別で
きる。そのため、各プロセッサが同じ物理アドレスを共
有していても、バス専有中のプロセッサに対応したメモ
リを切り換えることによって、プロセッサごとに異なる
プログラムを起動できる。
【0059】また、例外処理時に、ある固定された物理
アドレスへジャンプするように設計されたプロセッサの
場合、バス許可信号を用いてプロセッサごとに可視とな
るメモリを切り換えることによって、プロセッサごとに
用意した例外処理ルーチンへ分岐することができる。
アドレスへジャンプするように設計されたプロセッサの
場合、バス許可信号を用いてプロセッサごとに可視とな
るメモリを切り換えることによって、プロセッサごとに
用意した例外処理ルーチンへ分岐することができる。
【0060】さらに、例外コントローラが記憶した例外
要因を表す例外要因信号を用いて、例外要因に応じて可
視となるメモリを切り換えることによって、例外要因に
対応した例外処理ルーチンを自動的に起動できるため、
実際の例外処理が行なわれるまでのオーバーヘッドを軽
減できる。
要因を表す例外要因信号を用いて、例外要因に応じて可
視となるメモリを切り換えることによって、例外要因に
対応した例外処理ルーチンを自動的に起動できるため、
実際の例外処理が行なわれるまでのオーバーヘッドを軽
減できる。
【0061】また、バス許可信号のタイミングを変換す
るタイミング変換回路を設けることによってバス調停に
関する信号とシステムバスとを同じタイミングで処理で
きるため、デコーダでの信号処理を簡素化できる。
るタイミング変換回路を設けることによってバス調停に
関する信号とシステムバスとを同じタイミングで処理で
きるため、デコーダでの信号処理を簡素化できる。
【0062】また、書込みアクセスが許可または禁止さ
れるメモリアドレス空間をプロセッサごとに割り付ける
ことによって、特定のプロセッサだけが専用できるメモ
リアドレス空間を確保できるため、プログラム開発時の
相互作用を無くすことができ、プログラム開発の効率が
向上する。
れるメモリアドレス空間をプロセッサごとに割り付ける
ことによって、特定のプロセッサだけが専用できるメモ
リアドレス空間を確保できるため、プログラム開発時の
相互作用を無くすことができ、プログラム開発の効率が
向上する。
【図1】本発明の実施の一形態を示すブロック図であ
る。
る。
【図2】バス調停動作を示すタイミングチャートであ
る。
る。
【図3】タイミング変換回路9の一例を示す回路図であ
る。
る。
【図4】アドレスマップの一例を示す説明図である。
【図5】従来のマルチプロセッサシステムの一例を示す
ブロック図である。
ブロック図である。
1,2 CPU 3 システムバス 6 アービタ 9 タイミング変換回路 10 デコーダ 11 メモリインタフェイス 21〜24 オンチップROM 14 外部ROM 15 外部RAM 16 外部バス
Claims (8)
- 【請求項1】 複数のプロセッサおよびプログラムを格
納する複数のメモリが共通のシステムバスに接続された
マルチプロセッサシステムにおいて、 各プロセッサからのバス要求信号に応じて所定のバス優
先度に従ってバス専有を許可するプロセッサを決定し、
バス許可信号を出力するバスアービタと、 複数個の例外事象を受け取って所定のプロセッサに例外
事象を通知し、例外要因を記憶する例外コントローラ
と、 例外コントローラが記憶した例外要因を表す例外要因信
号、バス許可信号およびシステムバスのアドレス信号に
基づいて、各プロセッサおよび各例外要因に対応したメ
モリを選択するセレクト信号を各メモリに出力するデコ
ーダとを備えることを特徴とするマルチプロセッサシス
テム。 - 【請求項2】 前記例外コントローラは、周辺回路から
の割込信号を受け取って所定のプロセッサに割込事象を
通知することを特徴とする請求項1記載のマルチプロセ
ッサシステム。 - 【請求項3】 前記例外コントローラは、周辺回路から
のリセット信号を受け取って所定のプロセッサにリセッ
トをかけることを特徴とする請求項1記載のマルチプロ
セッサシステム。 - 【請求項4】 前記例外コントローラは、自分自身ある
いは他のプロセッサからのソフトウエア割込を受け取っ
て所定のプロセッサに割込要因を通知することを特徴と
する請求項1記載のマルチプロセッサシステム。 - 【請求項5】 前記例外コントローラは、未定義命令を
フェッチしたことを示す信号を受け取って未定義命令を
フェッチしたプロセッサに未定義命令をフェッチしたこ
とを通知することを特徴とする請求項1記載のマルチプ
ロセッサシステム。 - 【請求項6】 前記例外コントローラは、不正なアドレ
スへのメモリアクセスをしたことを示す信号を受け取っ
て不正アクセスをフェッチしたプロセッサに不正アクセ
スしたことを通知することを特徴とする請求項1記載の
マルチプロセッサシステム。 - 【請求項7】 バスアービタとデコーダとの間に介在
し、バスアービタからのバス許可信号のタイミングを変
換してデコーダに出力するタイミング変換回路を備える
ことを特徴とする請求項1〜6のいずれかに記載のマル
チプロセッサシステム。 - 【請求項8】 メモリは、全てのプロセッサからの読出
しアクセスを許可する第1物理アドレス空間と、特定の
プロセッサによる書込みアクセスを許可し、他のプロセ
ッサによる書込みアクセスを禁止する第2物理アドレス
空間とを有することを特徴とする請求項1〜7のいずれ
かに記載のマルチプロセッサシステム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2000117727A JP2001306542A (ja) | 2000-04-19 | 2000-04-19 | マルチプロセッサシステム |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2000117727A JP2001306542A (ja) | 2000-04-19 | 2000-04-19 | マルチプロセッサシステム |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2001306542A true JP2001306542A (ja) | 2001-11-02 |
Family
ID=18628995
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2000117727A Pending JP2001306542A (ja) | 2000-04-19 | 2000-04-19 | マルチプロセッサシステム |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2001306542A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2005018191A (ja) * | 2003-06-24 | 2005-01-20 | Yokogawa Electric Corp | 不揮発性メモリ装置及び不揮発性メモリ装置のアクセス方法 |
-
2000
- 2000-04-19 JP JP2000117727A patent/JP2001306542A/ja active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2005018191A (ja) * | 2003-06-24 | 2005-01-20 | Yokogawa Electric Corp | 不揮発性メモリ装置及び不揮発性メモリ装置のアクセス方法 |
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