JP2002530744A

JP2002530744A - 多重レベル接続識別を備えた通信のシステムおよび方法

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Publication number: JP2002530744A
Application number: JP2000582902A
Authority: JP
Inventors: ウィンガード，ドリュー・エリック; ロッシール，ギールト・ポール; トムリンソン，ジェイ・エス; ロビンソン，リサ・エイ
Original assignee: ソニックス・インコーポレーテッド
Priority date: 1998-11-13
Filing date: 1999-11-12
Publication date: 2002-09-17
Anticipated expiration: 2019-11-12
Also published as: US20070094429A1; US20040177186A1; EP1131729A1; EP2306328B1; US20080183926A1; US7647441B2; US6182183B1; WO2000029961A9; EP2306328A2; TW480855B; WO2000029961A1; JP4083987B2; EP2306328A3; ATE551654T1; EP1131729A4; EP1131729B1; US6725313B1; US7120712B2; AU2148900A

Abstract

(57)【要約】通信システム（２０００）が開示される。一実施形態には、少なくとも２つのファンクション・ブロックが含まれ、第１のファンクション・ブロック（１００２）が接続を確立することによって第２のファンクション・ブロック（１００８）と通信し、接続は、第１のファンクション・ブロック（１００２）と第２のファンクション・ブロック（１００８）との間でデータを渡すことができる論理状態である。他の実施形態には、それぞれのファンクション・ブロックに結合され、複数の信号を搬送するように構成されたバスが含まれる。複数の信号には、データ転送がその一部である特定の接続を示す接続識別子と、データ転送がその一部であるトランザクション・ストリームを示すスレッド識別子とが含まれる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】（発明の分野）本発明は、コンピューティング・サブシステムを結合するための通信システム
に関する。

【０００２】（発明の背景）電子コンピュータおよび通信システムは、ますます数多くの機能を含むように
なり、複雑さが増している。同時に、電子コンピュータおよび通信システムでは
、物理的なサイズおよび１機能当たりのコストが減少している。４層の超サブミ
クロン補型金属酸化膜半導体（ＣＭＯＳ）技術などの半導体技術における急速な
進歩により、真の「システム・オン・チップ」設計が可能になった。これらの複
雑な設計には、たとえば１つまたは複数のプロセッサ・コア、デジタル信号処理
（ＤＳＰ）コア、いくつかの通信インターフェース、および特定用途向け論理で
のグラフィックス・サポートを組み込むことができる。システムによっては、こ
れらの非常に複雑なチップのうち１つまたは複数が、相互におよび他のシステム
構成要素と通信しなければならない。単一の複雑なチップ上にあるサブシステム
間で、ならびにシステム・ボード上にあるチップ間で、効率良く通信しなければ
ならないことから、このようなシステムの統合、検証、およびテストを行う上で
重要な問題が新しく発生してくる。サブシステム間およびチップ間の通信に有効
でフレキシブルな方法の利点は、システム構成要素に最小限の再設計を施すだけ
で、他のシステムでも再使用できることである。

【０００３】現在の電子システムの統合、検証、およびテストにおける課題の１つは、多く
の分野に適用されている現在の電子システムが、通信システムとインターフェー
スするどのようなエンティティであってもよい複数のファンクション・ブロック
間で、メモリなどのリソースを共用しなければならないという、機能、コスト、
およびフォーム・ファクタに関する要件を有するという事実に起因している。こ
のようなシステムでは、典型的には、ファンクション・ブロックが異なる性能特
性および要件を有し、通信システムおよび共用リソースが総合的な要件を同時に
満たすものでなければならない。典型的なファンクション・ブロックの主要な要
件は、ファンクション・ブロック間で何桁も異なる可能性のある帯域幅および待
ち時間制約である。それほど大きく異なる制約を同時に満たすためには、通信シ
ステムが高度な予測精度を用意しなければならない。

【０００４】現在の複雑なコンピュータ・システム用に通信システムを設計するための従来
の方法には、様々な長所および短所がある。このような方法に不可欠な態様は、
様々なサブシステムが相互に提示する通信インターフェースである。１つの方法
は、サブシステムとそれを使用して通信しなければならない各ピア間に、カスタ
マイズされた２地点間インターフェースを決めることである。このカスタマイズ
された方法によって、単純なプロトコル、保証された性能、および関連のないサ
ブシステムへの依存からの分離が行われる。ただし、カスタマイズされたインタ
ーフェースは、その性質上フレキシブルでない。異なるインターフェースを備え
た新しいサブシステムを追加するには、設計のやり直しが必要である。

【０００５】第２の方法は、標準化されたインターフェースを使用してシステムを形成する
ことである。多くの標準化されたインターフェースは、事前に確立されたコンピ
ュータ・バス・プロトコルに基づいている。コンピュータ・バスを使用すること
で、バスが十分な性能を備えている限り、多くの異なるファンクション・ブロッ
クをシステムの要求に応じて相互に接続できるため、システム設計をフレキシブ
ルにすることができる。様々なサブシステム間で、バスへのアクセスを割り振る
必要もある。コンピュータ・バスの場合、リソース割振りは典型的にはアービト
レーションと呼ばれる。

【０００６】コンピュータ・バスの欠点の１つは、バスに接続された各サブシステムまたは
構成要素が、バスのプロトコルを使用するのを制約されるということである。場
合によっては、これによってサブシステムの性能が制限される。たとえば、サブ
システムは複数のトランザクション・ストリームを同時に処理することができる
が、バス・プロトコルは同時動作を完全にサポートすることができない。サブシ
ステムが複数のトランザクション・ストリームを処理し、各トランザクション・
ストリームが順序付け制約を有する場合、サブシステムは、ストリーム間を区別
し、ストリーム内の順序を保存するために、送受信したデータのそれぞれの増分
を、ある種のデータ・ストリームのある種の部分で識別する必要がある。これに
は、データの伝送元であるサブシステムを識別することが含まれる。従来から、
このような識別は、特定のサブシステムまたは構成要素によって生成される構成
不能のハードウェア識別子に限定されている。

【０００７】現在のバス・システムは、１トランザクションからのデータを、同じストリー
ム内にある他のトランザクションからのデータでインターリーブできる「スプリ
ット・トランザクション」をサポートすることによって、１トランザクション・
ストリーム内の順序を保存するための限定機能を用意している。このようなバス
では、データは１ストリームのデータに属するものとしてタグが付けられ、その
結果、たとえ順序外れで着信しても識別することができる。これには、受信側の
サブシステムが着信アドレスを復号して、識別情報を抽出する必要がある。

【０００８】現在のバス・システムは、単一のダイナミック・ランダム・アクセス・メモリ
（ＤＲＡＭ）へのアクセスをＤＲＡＭのいくつかのクライアント向けに処理する
メモリ制御装置などの、単一の相互接続を介してトランザクションの複数のスト
リームを処理できるサブシステムに関して、動作の真の同時処理をサポートして
いない。ＤＲＡＭ制御装置は、アクセス要求のソース、アクセス要求の優先順位
、順序付け要件などに関係する情報を必要とする場合がある。現在の通信システ
ムは、既存のプロトコルに適合するための余分な負荷をサブシステムにかけるこ
となく、このような情報をデータと共に伝送するようには対応されていない。

【０００９】多くのサブシステムが従来のシステムでその機能をすべて使用して動作するた
めには、既存の通信システムを介して通信を提供するように、追加の知識をサブ
システムに組み入れて設計しなければならない。これにより、サブシステムが後
に新しいサブシステムまたは構成要素と通信する必要が生じた場合に、サブシス
テムはさらに高価になり、フレキシブルでなくなる。したがって既存の通信方法
は、現在の大規模で複雑な電子システムの要件には合致しない。そこで、大規模
で複雑な電子システムのサブシステムが、その性能特性および要件が異なっても
効率よく相互に動作できるようにするための、通信システムおよび機構が望まし
い。

【００１０】（発明の概要）本発明の一実施形態には、電子サブシステム間にフレキシブルな通信機能を与
えるための、共用通信バスが含まれる。一実施形態には、追加の知識をサブシス
テムに組み込んで設計することなく、特定のサブシステムの要求に応じて、異な
る詳細なレベルのデータ伝送を識別できるプロトコルが含まれる。

【００１１】本発明の一実施形態には、少なくとも１つのイニシエータ・ファンクション・
ブロックおよび１つのターゲット・ファンクション・ブロックを含む、いくつか
のファンクション・ブロックが含まれる。イニシエータ・ファンクション・ブロ
ックの中には、ターゲット・ファンクション・ブロックとしても機能できるもの
がある。一実施形態では、イニシエータ・ファンクション・ブロックがイニシエ
ータ・インターフェース・モジュールに結合され、ターゲット・ファンクション
・ブロックが、ターゲット・インターフェース・モジュールに結合される。イニ
シエータ・ファンクション・ブロックおよびターゲット・ファンクション・ブロ
ックはそれぞれのインターフェース・モジュールと通信する。インターフェース
・モジュールは相互に通信する。イニシエータ・ファンクション・ブロックは接
続を確立することによってターゲット・ファンクション・ブロックと通信する。
接続とは、イニシエータ・ファンクション・ブロックとターゲット・ファンクシ
ョン・ブロックとの間でデータを渡すことができる論理状態である。

【００１２】一実施態様には、複数の信号を搬送するように構成されたバスも含まれ、信号
には、イニシエータ・ファンクション・ブロックとターゲット・ファンクション
・ブロックとの間のデータ転送がその一部である特定の接続を示す、接続識別子
信号が含まれる。接続識別子には、どのファンクション・ブロックが伝送元であ
るか、転送要求の優先順位、および転送順序付け情報などの、接続に関する情報
が含まれる。一実施態様には、接続識別子によって提供される情報サブセットを
提供する、スレッド識別子も含まれる。一実施態様では、スレッド識別子は、イ
ンターフェース・モジュールと接続されたファンクション・ブロックとの間の転
送を識別するローカル範囲の識別子であって、一部の実施態様では、インターフ
ェース・モジュールがファンクション・ブロックを共用通信バスに接続する。

【００１３】接続識別子は、インターフェース・モジュール間またはファンクション・ブロ
ック間で、そのインターフェース・モジュールを介して情報を転送するグローバ
ル範囲の識別子である。ファンクション・ブロックの中には、接続識別子が提供
するすべての情報を必要とするものもあるが、その他のファンクション・ブロッ
クは、スレッド識別子が提供する情報のサブセットだけしか必要としないことが
ある。

【００１４】（詳細な説明）本発明は、複雑な電子システムの複数のファンクション・ブロックまたはサブ
システムが、共用通信バスなどの共用通信リソースを介して相互に通信できるよ
うにするための、通信のシステムおよび方法である。一実施形態では、通信プロ
トコルによって、単一の半導体デバイス上にある複数のファンクション・ブロッ
クが相互に通信できるようにする。他の実施形態では、通信プロトコルを使用し
て、異なる半導体デバイス上にある複数のファンクション・ブロックが、バスな
どの共用オフチップ通信リソースを介して相互に通信できるようにする。

【００１５】一実施形態では、本発明は、別々のコマンド・ワイア、アドレス・ワイア、お
よびデータ・ワイアを備えたパイプライン式の通信バスである。代替の実施形態
には、多重化されたアドレス信号、データ信号、および制御信号を備えた、パイ
プライン式の通信バスが含まれる。前者の実施形態では、余分なワイアを犠牲に
することで、後者の実施形態よりも高い性能および単純な制御が得られる。前者
の実施形態は、ワイアが比較的安価で性能要件が通常高いオンチップ通信に、よ
り適している。後者の実施形態は、アドレス転送とデータ転送で同じワイアを共
用するため、ワイア当たりの転送効率がより高い。後者の実施形態は、パッケー
ジ・ピンおよびボード・トレースによって信号当たりのコストが高くなり、必要
な総合通信性能が通常低いので、半導体デバイス間のチップ間通信により適して
いる。

【００１６】図１は、複雑な電子システム１００を示す構成図である。共用通信バス１１２
が、サブシステム１０２、１０４、１０６、１０８、および１１０を接続する。
サブシステムは、典型的には、共用バスにインターフェースするためのインター
フェース・モジュールを含むファンクション・ブロックである。サブシステムは
それ自体が、１つまたは複数のファンクション・ブロックを含むことが可能であ
り、一体化されたかまたは物理的に別々のインターフェース・モジュールを含ん
でも含まなくてもよい。一実施形態では、通信バス１１２によって接続されたサ
ブシステムは、別々の集積回路チップである。サブシステム１０４は特定用途向
け集積回路（ＡＳＩＣ）であり、これは周知のように、特定の機能を実行するよ
うに設計された集積回路である。サブシステム１０６はダイナミック・ランダム
・アクセス・メモリ（ＤＲＡＭ）である。サブシステム１０８は、消去可能プロ
グラム可能読取り専用メモリ（ＥＰＲＯＭ）である。サブシステム１１０は、書
替え可能ゲート・アレイ（ＦＰＧＡ）である。サブシステム１０２は、システム
１００で動作するように特別に設計された、フル・カスタム集積回路である。他
の実施形態には、図示されたものと同じタイプまたは図示されていないその他の
タイプの、追加のサブシステムを含めることができる。他の実施形態には、サブ
システム１００に図示されているサブシステムよりも少ないサブシステムを含め
ることもできる。集積回路１０２は、サブシステム１０２Ａ、１０２Ｂ、１０２
Ｃ、１０２Ｄ、および１０２Ｅを含む。ＡＳＩＣ１０４は、ファンクション・
ブロック１０４Ａ、１０４Ｂ、および１０４Ｃを含む。ＦＰＧＡ１１０は、フ
ァンクション・ブロック１１０Ａおよび１１０Ｂを含む。ファンクション・ブロ
ックは、特定機能を実行する特定の論理ブロックであってよい。ファンクション
・ブロックは、集積回路上のメモリ構成要素であってもよい。

【００１７】システム１００は、１つまたは複数の集積回路またはチップからなるシステム
の一例である。ファンクション・ブロックが、たとえばファンクション・ブロッ
ク１０２Ｅなどの集積回路上にある論理ブロックであってよく、あるいはファン
クション・ブロックが、単一の論理機能を実施するフル・カスタム集積回路１０
２などの集積回路であってもよい。

【００１８】共用通信バス１１２は、システム１００のサブシステム間の共用通信バスを構
成している。共用通信バス１１４は、サブシステム間または単一の集積回路上に
あるファンクション・ブロック間の共用通信バスである。図示されたファンクシ
ョン・ブロックの中には、それを介して共用通信バス１１２または共用通信バス
１１４との間で信号の送受信を行うインターフェース・モジュールに接続される
ものもある。相互接続１１５は、インターフェース・モジュールとファンクショ
ン・ブロックとを接続するための、ローカルな２地点間相互接続である。

【００１９】インターフェース・モジュール１２０〜１２７は、図に示すように様々なファ
ンクション・ブロックに接続される。この実施形態では、インターフェース・モ
ジュール１２０、１２２、１２３、および１２４が、それらの接続されたファン
クション・ブロック（それぞれＡ、Ｂ、Ｃ、Ｅ、および１０２）とは物理的に分
離している。インターフェース・モジュール１２１および１２５〜１２８は、本
来それぞれのファンクション・ブロックまたはサブシステムの一部である。１０
２Ｄなどのファンクション・ブロックの中には、専用のインターフェース・モジ
ュールを必要としないものもある。サブシステム、ファンクション・ブロック、
およびインターフェース・モジュールの配置構成はフレキシブルであり、システ
ム設計者によって決められる。

【００２０】一実施形態では、ファンクション・ブロックには４つの基本タイプがある。４
つの基本タイプのブロックとは、イニシエータ、ターゲット、ブリッジ、および
スヌーピングである。典型的なターゲットはメモリ・デバイスであり、典型的な
イニシエータは中央処理装置（ＣＰＵ）である。ファンクション・ブロックはす
べて、共用通信バス１１２または共用通信バス１１４および一実施形態のプロト
コルを介して相互に通信する。イニシエータおよびターゲットのファンクション
・ブロックは、インターフェース・モジュールを介して共用通信バスと通信する
ことができる。イニシエータ・ファンクション・ブロックは、イニシエータ・イ
ンターフェース・モジュールを介して共用通信バスと通信し、ターゲット・ファ
ンクション・ブロックは、ターゲット・インターフェース・モジュールを介して
共用通信バスと通信することができる。

【００２１】イニシエータ・インターフェース・モジュールは、それが関連付けられたファ
ンクション・ブロック以外のファンクション・ブロックとの間で、読取りおよび
書込み要求の発行および受取りを行う。一実施形態では、イニシエータ・インタ
ーフェース・モジュールは典型的には、ＣＰＵ、デジタル信号処理（ＤＳＰ）コ
ア、またはダイレクト・メモリ・アクセス（ＤＭＡ）エンジンに接続される。

【００２２】図２は、イニシエータ・インターフェース・モジュール８００の一実施形態を
示す構成図である。イニシエータ・インターフェース・モジュール８００には、
クロック・ジェネレータ８０２、データ・フロー・ブロック８０６、アービトレ
ータ・ブロック８０４、アドレス／コマンド復号ブロック８０８、構成レジスタ
８１０、およびシンクロナイザ８１２が含まれる。イニシエータ・インターフェ
ース・モジュール８００は、共用通信バス８１４およびイニシエータ・ファンク
ション・ブロック８１６に接続される。一実施形態では、共用通信バス８１４は
、図１でバス１１２が実行していたようにサブシステムを接続する共用通信バス
である。

【００２３】クロック・ジェネレータ８０２は、イニシエータ・ファンクション・ブロック
８１６が共用通信バス８１４に対して同期的であるが異なる周波数で動作すると
きに、クロック分割を実行するのに使用される。イニシエータ・ファンクション
・ブロック８１６が通信バス８１４に対して非同期的に動作する場合、クロック
・ジェネレータ８０２は使用されず、シンクロナイザ８１２が使用される。アー
ビトレータ・ブロック８０４は、共用通信バス８１４にアクセスするためのアー
ビトレーションを実行する。一実施形態では、アービトレータ・モジュール８０
４が、第１レベルのアービトレーションの事前に割り振られた帯域幅アスペクト
を管理する論理回路と、第２レベルのアービトレーションを管理する論理回路と
を含む、多重レベル・アービトレーション・スキームが使用される。データ・フ
ロー・ブロック８０６には、共用通信バス８１４とイニシエータ・ファンクショ
ン・ブロック８１６との間のトランザクション管理に関連付けられた制御論理に
加えて、共用通信バス８１４とイニシエータ・ファンクション・ブロック８１６
との間のデータ・フロー先入れ先出し（ＦＩＦＯ）バッファが含まれる。ＦＩＦ
Ｏバッファは、アドレス・ビットとデータ・ビットの両方を、共用通信バス８１
４とイニシエータ・ファンクション・ブロック８１６との間で段階的に転送する
。一実施形態では、共用通信バス８１４がメモリ・マップ済みプロトコルを実施
する。基礎となるコンピュータ・バス・プロトコルに特有の詳細は本発明にとっ
て重要ではないが、これは、基礎となるコンピュータ・バス・プロトコルがいく
つかの動作の同時処理をサポートしていることを条件とする。本発明で使用する
バス・プロトコルの好ましい実施形態は、再試行トランザクションまたは分割ト
ランザクションをサポートするものであり、これは、これらのプロトコルが、他
の関連のないトランザクションに属している転送を実行させるために、多重サイ
クル・トランザクションを中断することによって、動作の同時処理を送達するた
めのメカニズムを提供するためである。イニシエータが以前にイニシエータによ
って要求されたデータを返すために長い待ち時間ターゲットを待つ間に、独立し
たトランザクションがバスを使用できるため、これらのプロトコルはより高い転
送効率を可能にすることができる。

【００２４】アドレス／コマンド復号ブロック８０８は、イニシエータ・ファンクション・
ブロック８１６に関連付けられたレジスタに対して書込みが実行されるかどうか
を判定するために、共用通信バス８１４上でアドレスを復号する。アドレス／コ
マンド復号ブロック８０８は、着信コマンドも復号する。構成レジスタ８１０は
、帯域幅割振りおよびクライアント・アドレス・ベースを含むモジュール８００
の状態を判定するビットを格納する。１つのレジスタ８１０が、イニシエータ・
ファンクション・ブロック８１６を固有に識別するビット・セットである識別番
号（ＩＤ）を格納する。

【００２５】図３は、ターゲット・インターフェース・モジュール９００の一実施形態を示
す構成図である。ターゲット・インターフェース・モジュール９００は、共用通
信バス９１４およびターゲット・ファンクション・ブロック９１８に接続される
。ターゲット・インターフェース・モジュール９００は、クロック・ジェネレー
タ９０２、データ・フロー・ブロック９０６、アドレス／コマンド復号ブロック
９０８、シンクロナイザ９１２、および状態制御ブロック内の状態レジスタ９１
６を含む。イニシエータ・モジュール８００のブロックと同様に命名されたター
ゲット・インターフェース・モジュール９００のブロックは、イニシエータ・ブ
ロック８００に関して説明した方法とほぼ同じ方法で機能する。状態レジスタお
よび状態制御ブロック９１６は、たとえばクライアント・アドレス・ベースおよ
びターゲット・ファンクション・ブロック９１８の識別子を格納するレジスタを
含む。

【００２６】一実施形態では、イニシエータ・ファンクション・ブロック８１６などのイニ
シエータ・ファンクション・ブロックが、他のファンクション・ブロックまたは
サブシステムからの信号に応答する機能、ならびに他のファンクション・ブロッ
クまたはサブシステムに信号を送ることによってアクションを開始する機能を有
するので、ターゲット・ファンクション・ブロックとしても動作可能である。

【００２７】図４は、一実施形態に従ったコンピュータ・システム１０００の一部を示す構
成図である。図４は、多重レベル接続識別を図示するのに役立つ。システム１０
００にはイニシエータ・ファンクション・ブロック１００２が含まれ、これが相
互接続１０１０によってイニシエータ・インターフェース・モジュール１００４
に接続される。イニシエータ・インターフェース・モジュール１００４は、共用
通信バス１０１２によってターゲット・インターフェース・モジュール１００６
に接続される。ターゲット・インターフェース・モジュール１００６は相互接続
１０１０によってターゲット・ファンクション・ブロック１００８に接続される
。典型的に共用通信バス１０１２は、図１の共用通信バス１１２または図１の共
用通信バス１１４に類似している。相互接続１０１０は、ファンクション・ブロ
ックとインターフェース・モジュールとを接続する共用ではない２地点間相互接
続であるので、典型的には図１の相互接続１１５に類似している。典型的に相互
接続１０１０は、そのローカルな性質から共用通信バス１０１２よりも物理的に
短い。以下でより詳細に説明するように、システム１０００は、特定ファンクシ
ョン・ブロックの要件に応じて２つの異なるレベルの接続識別を使用する。「グ
ローバル」接続識別情報は共用通信バス１０１２で送信され、「ローカル」接続
情報またはスレッド識別情報は、相互接続１０１０で送信される。

【００２８】図５は、共用通信バス１０１２の一実施形態を示す構成図である。この図で共
用通信バス１０１２は、インターフェース・モジュールまたはファンクション・
ブロックであってもよいエンティティＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、およびＥに接続されてい
る。共用通信バス１０１２は、ワイア・セットからなる。データ・ワイア２３０
は、共用通信バス１０１２上にあるファンクション・ブロック間に、直接かつ効
率の高いデータ・トラフィック移送を提供する。一実施形態では、共用通信バス
１０１２が、別々のアドレス・ワイア、データ・ワイア、および接続識別ワイア
を使用する、フレーム化、時分割多重化、完全パイプライン式の、固定待ち時間
通信プロトコルである、バス・プロトコルをサポートする。このバス・プロトコ
ルは、高度な動作の同時処理を可能にするために転送の細粒度インターリーブを
サポートし、待ち時間が長いかまたは変化するターゲット・デバイスからのトラ
ンザクション読取りを効率良く実施するために、再試行トランザクションを使用
する。共用通信バス１０１２にアクセスするのに使用されるアービトレーション
方法についての詳細は、本発明を理解する上では必要でない。イニシエータ・フ
ァンクション・ブロックがコマンドおよびアドレスを駆動してからターゲット・
ファンクション・ブロックが応答を駆動するまでの遅延が、共用通信バス１０１
２の待ち時間として知られている。バス・プロトコルは、バスにアクセスするた
めの、多くのイニシエータ・ファンクション・ブロックおよびターゲット・ファ
ンクション・ブロック間でのアービトレーションをサポートする。図示された実
施形態では、共用通信バス１０１２にアクセスするためのアービトレーションが
、図４のモジュール１００４などのイニシエータ・インターフェース・モジュー
ルによって実行される。他の実施形態では、アービトレーションは、ファンクシ
ョン・ブロックによって直接実行されるか、またはインターフェース・モジュー
ルとファンクション・ブロックとの組み合わせによって実行される。一実施形態
では、バス認可は１パイプライン式バス・サイクルの間持続する。プロトコルは
、単一のファンクション・ブロックが連続するバス・サイクルの間、バス所有者
になることを禁止しないが、そのファンクション・ブロックが権利を得るために
連続するサイクルでのアービトレーションを首尾良く勝ち取ることを要求する。

【００２９】共用通信バス１０１２には、別々のアドレス・ワイア、データ・ワイア、およ
び制御ワイアが含まれる。他の実施形態では、単数または複数のワイアを共用す
る多重化されたアドレス信号、データ信号、および制御信号を含むこともできる
。このような実施形態では、ワイアがアドレス転送とデータ転送で共用されるた
め、１ワイア当たりの転送効率が高くなる。共用通信バス１０１２の多重化され
ていない実施形態は、ワイアが相対的に安価であり、通常は単一の集積回路チッ
プに関する性能要件が高いことにより、単一の集積回路チップ上にあるファンク
ション・ブロック間での通信に、より適している場合がある。

【００３０】クロック線２２０は、他のすべての共用通信バス１０１２信号が同期化される
時間基準信号を提供する、グローバル信号ワイアである。リセット線２２２は、
接続された各ファンクション・ブロックを強制的に、システム構成が開始できる
デフォルト状態にするグローバル信号ワイアである。コマンド線２２４は、イニ
シエータ・バス所有者によって駆動されるマルチビット信号を搬送する。様々な
実施形態で、マルチビット・コマンド信号は様々なタイプの情報を搬送すること
ができる。たとえばコマンド信号は、転送タイプ、接続持続期間に関する情報、
ならびに接続中に予測されるイニシエータおよびターゲットの挙動を示すことが
できる。一実施形態では、コマンド信号に、接続の初めおよび終わりを示す１つ
または複数のビットが含まれる。一実施形態では、たとえば１つのビットが接続
状況を示すことができる。ビットがゼロの場合、現在の転送は接続の最終転送で
ある。ゼロの接続状況ビットを受け取った後、次に論理ビットである接続状況ビ
ットを受け取った場合、その転送は新しくオープンした接続の最初の転送である
ことを示す。その後に続けて１つずつ接続状況ビットを受け取れば、接続が依然
としてオープンになっていることを示す。

【００３１】この実施形態でサポートされている転送タイプには、読取り転送および書込み
転送が含まれるが、これらに限定されるものではない。アドレス線２２８は、現
在の転送中に読み取られるかまたは書き込まれるオブジェクトのアドレスを指定
するために、イニシエータ・バス所有者によって駆動されるマルチビット信号を
搬送する。応答線２３２は、現在の転送の状況を示すために、ターゲットによっ
て駆動されるマルチビット信号を搬送する。サポートされる応答には次のような
応答が含まれるが、これらに限定されるものではない。ＮＵＬＬ応答は、おそら
くアドレスがどんなターゲットも選択しないため、現在の転送が打ち切られるこ
とを示す。データ有効受入れ（ＤＶＡ）応答は、読取りの場合、要求されたデー
タをターゲットがデータ線２３０で返していることを示す。書込みの場合、ＤＶ
Ａ応答は、ターゲットがデータ線２３０から提供されたデータを受け入れている
ことを示す。ＢＵＳＹ応答は、選択されたターゲットにリソース衝突があり、現
在の要求を処理できないことを示す。この場合、イニシエータは転送を後にもう
一度再試行しなければならない。ＲＥＴＲＹ応答は、選択されたターゲットが要
求された読取りデータを適時に送達できないことを示すが、後にそのように実行
することを約束する。この場合、イニシエータは後に転送を再試行しなければな
らない。

【００３２】接続識別子（ＣＯＮＮＩＤ）線２２６は、現在の転送がどの接続の一部である
かを示すために、イニシエータ・バス所有者によって駆動されたマルチビット信
号を搬送する。接続とはイニシエータによって確立された、データがイニシエー
タと関連付けられたターゲットとの間を通過す論理状態である。典型的にはＣＯ
ＮＮＩＤが転送を開始し、転送が処理されなければならない順序に関する情報を
順序付けする、ファンクション・ブロックのアイデンティティを含む情報を伝送
する。一実施形態では、ＣＯＮＮＩＤによって搬送される情報には、他の転送に
関する転送の優先順位に関する情報が含まれる。一実施形態では、ＣＯＮＮＩＤ
は８ビット・コードである。イニシエータ・インターフェース・モジュールは、
接続の最初のアドレス転送と共に固有のＣＯＮＮＩＤを送信する。この接続に関
連付けられたその後の転送（たとえばデータ転送）がＣＯＮＮＩＤ値を提供し、
その結果、送信者および受信者（ならびに共用通信バス１０１２上の転送を監視
する任意のデバイス）は、接続に関連付けられた転送を明白に識別することがで
きる。ＣＯＮＮＩＤを使用する一利点は、異なるトランザクションに属する転送
を、複数のデバイス間でサイクルごとに自由裁量によってインターリーブできる
ことである。一実施形態では、共用通信バス１０１２が、正しいシステム動作を
保証するためにトランザクションを介した厳しい制御を必要とする、完全なパイ
プライン式プロトコルを実施する。ＣＯＮＮＩＤを使用しないと、特定の接続に
関連付けられた転送が識別されないため、特定トランザクション内での順序付け
制約に違反する可能性がある。

【００３３】第１のコマンドがＢＵＳＹ応答によって拒絶されたとしても、その後のコマン
ドがすでに発信されてしまっていることがあるため、コマンドが完了するまで完
全制御できるメカニズムを提供することが不可欠である。現在このような制御が
なければ、あいまいなシステム挙動が生じる可能性がある。たとえば、単一のイ
ニシエータ・インターフェース・モジュールが一連の従属する読取りおよび書込
みコマンドを発行すると、そのコマンドの１つに対するＢＵＳＹ応答により、そ
の後のコマンドが誤ったデータを返す可能性がある。このような問題に対する解
決策の１つが、従属コマンドのオーバーラップを避けることである。ただしこの
解決策は、正しい結果を保証するために、あらゆる従属コマンドの待ち時間を増
加させてしまう。本発明は、部分的にＣＯＮＮＩＤ信号を使用し、従属コマンド
のオーバーラップを可能にするものである。したがって、ＣＯＮＮＩＤを使用す
ることにより、システムの性能および効率が改善される。本発明のＣＯＮＮＩＤ
の他の利点は、共用ファンクション・ブロックが、接続間で異なる可能性のある
サービス保証の質に基づいて要求に応答できるようにするため、通信システムの
予測精度が高まることである。たとえば、コンピュータ・ディスプレイを動作さ
せるように要求するデータの場合、遅延が発生するとディスプレイにちらつきを
引き起こすので、予測不可能な遅延は許されない。したがって、ＣＯＮＮＩＤを
使用してディスプレイ制御装置からのデータ要求に優先順位をつけることにより
、ディスプレイ制御装置から共通リソースへの要求が他の要求より前に処理され
る。本発明は、システム性能を再調整するために、ＣＯＮＮＩＤをフレキシブル
に再構成することも可能である。

【００３４】図６は、共用通信バス１０１２上の２つの書込み転送からなる、パイプライン
式書込みトランザクションを示すタイミング図である。図５を参照することもで
きる。図６に示されるように、単一のパイプライン式バス転送には、アービトレ
ーション・サイクル（図示せず）、それに続くコマンド／アドレス／ＣＯＮＮＩ
Ｄ（ＣＭＤ３２４／ＡＤＤＲ３２８／ＣＯＮＮＩＤ３２６）サイクル（要
求またはＲＥＱサイクルと呼ばれる）、および最後のＤＡＴＡ３３０／ＲＥＳ
Ｐ３４２サイクル（応答またはＲＥＳＰサイクルと呼ばれる）が含まれる。一
実施形態では、システム性能を最適化するために、ＲＥＱサイクルとＲＥＳＰサ
イクルとの間のサイクル数が、動作頻度およびモジュール待ち時間に基づいて、
システム実施時間に選択される。一実施形態では、ＲＥＱ−ＲＥＳＰ呼出し時間
が２サイクルであって、図６のＤＡＴＡ３３０信号より上に符号付けされてい
る。したがって、完全な転送時間には、４つの共用通信バス１０１２サイクル、
アービトレーション、要求、遅延、および応答が含まれる。

【００３５】図６には２つの転送が示されている。サイクル１では、イニシエータＥがＲＥ
Ｑフィールド３４０を駆動して、アドレスＡＤＤＲＥ０にＷＲＩＴＥ転送を要求
する。このプロセスが転送要求発行と呼ばれる。一実施形態では、ＡＤＤＲＥ０
の外部アドレス部分を復号することによって書込みデータを受け取るために、単
一のターゲットが選択される。サイクル３（その後のＲＥＱ−ＲＥＳＰ待ち時間
）では、イニシエータＥがＤＡＴＡワイア上の書込みデータＤＡＴＡＥ０を駆動
し、それと同時に、選択されたターゲットＡがＤＶＡコードを伴うＲＥＳＰワイ
ア３４２を駆動して、Ａが書込みデータを受け入れることを示す。サイクル３の
終わりには、ターゲットＡが書込みデータを獲得しており、イニシエータＥは、
ターゲットＡが書込みデータを受け入れることができたことを検出するため、転
送は首尾良く完了したということである。

【００３６】その間（すなわち依然としてサイクル３である）、イニシエータＥはパイプラ
イン式ＷＲＩＴＥ転送（アドレスＡＤＤＲＥ１）をターゲットＡに発行する。こ
の転送に対する書込みデータおよびターゲット応答は、双方ともサイクル５で発
生し、ここで転送は首尾良く完了する。多くのシステムおよびサブシステムの正
しい動作は、関連する転送の正しい順序付けに依拠する。したがって、正しいシ
ステム動作には、サイクル３のＷＲＩＴＥがサイクル１のＷＲＩＴＥ転送の後に
完了することが必要な場合がある。図６では、ＣＯＮＮＩＤフィールドが、強制
的に正しい順序付けをさせるのに使用できる転送の原点に関する非常に重要な情
報を搬送する。順序付け制約の好ましい実施形態は、たとえパイプライン式の転
送中であっても、正しい順序付けを保証するために、イニシエータおよびターゲ
ットが協働することである。これは、転送のパイプライン化によって転送セット
（おそらく単一のトランザクション）の総待ち時間が減少し、その結果（待ち時
間が減少し使用可能帯域幅が増加することによって）システム性能が向上するの
で重要である。

【００３７】一実施形態のアルゴリズムによれば、１．イニシエータは、ａ）ＣＯＮＮＩＤと一致する転送要求セットの中で、転送Ｙが最も古く、未
発行で未リタイアの転送である場合、またはｂ）ＣＯＮＮＩＤと一致しており、古い未リタイアのすべての転送が、現在
転送Ｙと同じターゲットに発行されている場合、転送Ｙを発行することができる
。この規定の下で発行された場合、転送Ｙは、古い未リタイアの転送とパイプラ
イン化されているとみなされる。２．イニシエータが転送をリタイアさせることのないような方法で転送Ｘに応
答するターゲットは、Ｘとパイプライン化されている転送Ｘと同じＣＯＮＮＩＤ
を使用して、その後のすべての転送に対してＢＵＳＹ応答しなければならない。

【００３８】ＣＯＮＮＩＤと一致しており、新しい転送Ｘの後に発行される古い転送Ｙは、
たとえＸが完了する前にＹが発行されても、Ｘとパイプライン化されているとは
みなされないことに留意されたい。この状況が図７に図示されている。ターゲッ
トＡが、サイクル１からのＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ０に関連付けられたＤＡＴＡ
Ｅ０の受入れを一時的に妨げるリソース衝突を有する場合、その後ＡはＢＵＳＹ
応答する。前述のアルゴリズムのステップ２では、ＲＥＱ−ＲＥＳＰ待ち時間が
渡されるまではイニシエータがリソースの衝突について知ることができないこと
から、Ａは、同じＣＯＮＮＩＤ（この場合はＣＯＮＮＩＤ１）からの任意の他
のパイプライン式転送も（ＢＵＳＹを使用して）拒絶する必要がある。したがっ
て、ターゲットＡは、同じＣＯＮＮＩＤを有し、イニシエータが第１の書込み転
送へのＢＵＳＹ応答を解釈する前に発行されたものであり、したがってパイプラ
イン式転送であるので、サイクル３で発行されるＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ１にＢ
ＵＳＹ応答しなければならない。さらに、ＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ０転送の第２
の試行（サイクル４で発行される）は、たとえサイクル３のＷＲＩＴＥＡＤＤ
ＲＥ１転送とオーバーラップしていても、パイプライン式転送ではないので、完
了することができる。

【００３９】ターゲットＡは、ＣＭＤ値またはＡＤＤＲ値によってではなく、いつ発生した
かおよびどのＣＯＮＮＩＤを提示しているかによって、サイクル４の書込みが任
意の以前の転送とパイプラインされていないと判定することに留意されたい。ア
ルゴリズムのステップ１は、イニシエータが、所与の接続内で最も古い未発行で
未リタイアの転送のみを発行することを保証する。したがって、いったん第１の
ＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ０がサイクル３でＢＵＳＹ応答を受け取ると、その後は
発行されないため、発行資格のある唯一のＣＯＮＮＩＤ＝１転送となる。したが
って、初めのサイクル１転送がＢＵＳＹ応答を受け取り、ＲＥＱ−ＲＥＳＰ待ち
時間が２サイクルであることを考えると、正しく動作しているイニシエータがサ
イクル４でパイプライン式転送を発行するのは不可能である。

【００４０】イニシエータの一実施形態は、所与のＣＯＮＮＩＤ内で、所望の転送からなる
時間順に順序付けされた待ち行列を維持する。各転送は待ち行列に入るときに、
未発行および未リタイアとしてマークされる。待ち行列内で直前のエントリが未
リタイアであり同じターゲットを対象としている場合は、パイプライン済みとし
てもマークされるが、そうでない場合は、新しい転送が未パイプラインとしてマ
ークされる。転送が発行されるたびに、発行済みとしてマークされる。転送が完
了すると（すなわちＲＥＳＰサイクルが終了すると）、転送は未発行とマークさ
れる。転送が首尾良く完了するとリタイア済みとしてマークされ、待ち行列から
削除することができる。転送が首尾良く完了しないと、典型的には再試行される
ことになり、したがって再発行のためにアービトレーションに戻ることができる
。転送が首尾良く完了せず、再試行もされない場合は、その後、次の転送が存在
すれば、それが発行済みとしてマークされなくなるまでは、リタイア済みとして
マークしてはならない。この制約によって、イニシエータ論理が順序外れで発行
するのを防ぐ。最も古い未リタイアの転送が発行されると、これは発行済みとし
てマークされる。そのため、２番目に古い未リタイアの転送は、パイプライン済
みとしてマークされていれば、最も古い転送が完了するまで（すなわち未発行で
あるとマークされるまで）発行をアービトレーションすることができる。

【００４１】ターゲット実施の一実施形態では、深さがＲＥＱ−ＲＥＳＰ待ち時間と一致す
る、時間順に順序付けされた待ち行列を維持する。待ち行列はバス・クロックと
は別に動作するため、待ち行列内で最も古いエントリは各バス・サイクルでリタ
イアし、同時に、新しいエントリが各バス・サイクルの待ち行列に加えられる。
現在のＲＥＱ位相からのＣＯＮＮＩＤが新しい待ち行列エントリにコピーされる
。さらに、現在のＲＥＱ位相に（外部アドレスを介して）ターゲットを選択する
有効な転送が含まれる場合は、新しい待ち行列エントリ内の「第１」フィールド
および「ビジー」フィールドを設定することができるが、そうでない場合は第１
ビットおよびビジー・ビットは消去される。第１ビットは、現在の転送が（リソ
ースの衝突によって）ＢＵＳＹ応答を受け取り、待ち行列内にある前の転送が同
じＣＯＮＮＩＤを持っておらず、その第１ビット・セットを有する場合に、設定
されることになる。第１ビットは、現在の転送が、強制的に順序付けするために
ＢＵＳＹ応答される必要のない、潜在的にパイプライン式の転送の第１セットで
あることを示唆するものである。ビジー・ビットは、ターゲットにリソース衝突
があるか、または待ち行列内にある前の転送のうち１つが同じＣＯＮＮＩＤを有
し、第１ビット・セットを有する場合に、設定される。この論理は、ＲＥＱ−Ｒ
ＥＳＰのパイプライン待ち時間を強制することで、イニシエータが最初にマーク
された転送へのＢＵＳＹ応答に反応できるまでは、ターゲットがパイプライン式
転送を受け入れないことを保証するものである。

【００４２】通信システム内のイニシエータおよびターゲットにアルゴリズムを適用するこ
とで、トランザクションの順序付けを維持しながら、転送をパイプライン化する
機能（これによって、接続当たりの帯域幅が増加し、総トランザクション待ち時
間が減少する）を提供する。したがってこのアルゴリズムは、接続当たりの高性
能を容易にするものである。パイプライン式バスの基本的なインターリーブ構造
によって、複数の論理トランザクションが互いにオーバーラップすることが可能
であり、その結果システム性能の改善が可能となり、接続当たりのピーク帯域幅
を超えるシステム帯域幅を持続させることができる。たとえば、図８は、イニシ
エータＥがあらゆる他のバス・サイクルでターゲットＡにデータを転送する必要
があり、イニシエータＤがあらゆる他のバス・サイクルでターゲットＢにデータ
を要求する、システム構成を実証する図である。通信システムは微細なインター
リーブ（バス・サイクル当たり）をサポートするので、トランザクションはファ
ンクション・ブロックの本来のデータ速度で発行する個々の転送からなり、これ
によって、ファンクション・ブロックにおけるバッファリング要件が少なくなり
、システム・コストが削減される。この例の総システム帯域幅は、任意のファン
クション・ブロックのピーク帯域幅の２倍であるため、高いシステム性能が実現
する。

【００４３】本発明は、効率および予測精度の領域で、システム・レベルの改善を加えるも
のである。第１に、通信識別子は、ターゲットが、どの要求で順序どおりの動作
を保持することを拒絶しなければならないかを選択できるようにする。システム
は、同じＣＯＮＮＩＤを有する転送間で順序付けを保証するだけでよく、そのた
めにターゲットはパイプライン式転送だけを（ＢＵＳＹを使用して）拒絶すれば
よい。これは、ターゲットがたとえ特定のＣＯＮＮＩＤを拒絶していても、他の
ＣＯＮＮＩＤ値が示された転送を受け入れることができるという意味である。こ
の状況は図９に示されており、イニシエータＤからのインターリーブされた読取
り転送を、図７のパイプライン式の書込み転送に追加するものである。図９に示
した４つの転送はすべてターゲットＡを選択し、そのＡは、サイクル１で発行す
るＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ０が首尾良く完了するのを妨げるリソース衝突を有す
る。第１の書込みを拒絶すると、Ａがサイクル４までＣＯＮＮＩＤ１から任意
の他の転送を受け入れることを妨げるが、Ａが十分なリソースを有する場合、サ
イクル２の関連のないＲＥＡＤＡＤＤＲＤ０を受け入れることができる。した
がって、（ターゲットＡが接続を区別できない場合のような）無駄になるバス・
サイクルの数が減少するため、全体的なシステム効率が上昇する。

【００４４】第２に、一実施形態では、接続識別子がターゲットにどの要求を拒絶するかを
選択させることができる。ターゲットは、ＣＯＮＮＩＤ値に対する転送優先順位
などの手段を関連付けることができるので、ＣＯＮＮＩＤ値とターゲットの内部
状態との組み合わせに基づいて、どの要求に対して作用するかを決定する。たと
えば、ターゲットは優先順位の異なる転送要求を格納するために、別々の待ち行
列を有する場合がある。図９を参照すると、ターゲットは、優先順位の低い要求
（奇数のＣＯＮＮＩＤで示される）用の待ち行列と、優先順位の高い要求（偶数
のＣＯＮＮＩＤで示される）用の待ち行列とを有する場合がある。したがって、
サイクル１のＣＯＮＮＩＤ１ＷＲＩＴＥＡＤＤＲＥ０要求は、優先順位の
低い待ち行列が一杯であると拒絶されるが、ＣＯＮＮＩＤ２ＲＥＡＤＡＤ
ＤＲＤ０転送は、使用可能な優先順位の高い待ち行列リソースに基づいて、首尾
良く完了することができる。このような転送優先順位の違いは、高度に統合され
た電子システムでは非常に一般的であり、品質の高いサービスを優先順位の高い
転送要求に送達するターゲットの機能によって、システム全体の予測精度が大幅
に向上する。

【００４５】図９で示唆しているように、前述のアルゴリズムによって、ターゲットは、複
数のＣＯＮＮＩＤ値からの同時の転送要求を積極的に満たすことができる。した
がって、同じターゲットとの間で複数の論理トランザクションを交信することが
できるが、ただし、別々のＣＯＮＮＩＤ値を有することを条件とする。したがっ
て、本発明は、１つのターゲット・ファンクション・ブロックについて複数の接
続をサポートする。

【００４６】さらに、イニシエータは、通信システムに複数のトランザクションを同時に提
示する機能を必要とする場合がある。このような機能は、２つのターゲット間で
データを転送する、ダイレクト・メモリ・アクセス（ＤＭＡ）デバイスなどのイ
ニシエータにとって非常に有用である。このような応用例では、ＤＭＡイニシエ
ータは、第１のＣＯＮＮＩＤを使用して、読取りトランザクションをデータの発
信元である第１のターゲットに提示し、さらに第２のＣＯＮＮＩＤを使用して、
書込みトランザクションをデータの宛先である第２のターゲットに提示する。転
送レベルで、読取り転送および書込み転送をインターリーブすることができる。
これによって、ＤＭＡイニシエータ内のデータ記憶域容量が減少し、システム・
コストが削減される。このような配置構成が図１０に示されている。ここでイニ
シエータＥは、ターゲットＡからのパイプライン式読取り転送と、ターゲットＢ
へのパイプライン式書込み転送とをインターリーブする。したがって、本発明は
、１つのイニシエータ・ファンクション・ブロックについて複数の接続をサポー
トする。

【００４７】アルゴリズムに関して上記で述べたように、本発明の実施をサポートするのに
必要な制御構造は単純であり、効率の良い微細な転送のインターリーブを提供し
ない従来のプロトコルに関連付けられたデータ・バッファリング領域よりも、少
ない領域しか必要としない。したがって本発明は、通信システムの領域および複
雑さを最小限にすると同時に、高い性能およびフレキシビリティを発揮するもの
である。

【００４８】最終的に、転送優先順位などの有用な情報を提供しながらも、実施コストを最
小にするために、典型的には特定のイニシエータ・トランザクションに関連付け
られたＣＯＮＮＩＤ値を選択しなければならない。システム設計時に特有のＣＯ
ＮＮＩＤ値を選択することが有用であり、その結果、その値は固有であることが
保証可能であって、比較および他の動作を簡単にするために順序付けることがで
きる。さらに、システムの性能および予測精度のアスペクトを変更できるように
、通信動作中にＣＯＮＮＩＤ値を変更できることがしばしば有用である。本発明
の好ましい実施形態は、ＣＯＮＮＩＤ値をファンクション・ブロックのＲＯＭま
たはＲＡＭリソース内に格納することによって、フレキシブルなシステム構成を
可能にし、その結果、システム構築時またはシステム実行時のどちらでも容易に
再構成することができる。

【００４９】図１１は、図４に示されたような２地点間相互接続である相互接続１０１０を
示す図である。相互接続１０１０には、図５を参照しながら説明したプロトコル
と比較される追加の信号が含まれる。以下で説明するように、追加信号の中には
、相互接続１０１０のような２地点間相互接続を介して送られる信号として特に
有用なものがある。相互接続１０１０のプロトコルは、専用（非共用）の相互接
続を介したマスター・エンティティ１１０２とスレーブ・エンティティ１１０４
との間の２地点間転送を制御する。図４を参照すると、マスタ・エンティティは
たとえばイニシエータ・ファンクション・ブロック１００２またはターゲット・
インターフェース・モジュール１００６であってよい。スレーブ・エンティティ
は、たとえばイニシエータ・インターフェース・モジュール１００４またはター
ゲット・ファンクション・ブロック１００８であってよい。

【００５０】図１１に示された信号には、信号名が符号付けされる。さらに、信号名の中に
は、後に、丸括弧または角括弧で囲まれた記号が続くものもある。記号とは、次
のものである。（Ｉ）この信号はオプションであり、独立して構成可能である。（Ａ）この信号は、同じ記号を有する信号とともに構成されなければならな
い。（ＡＩ）この信号は、（Ａ）インターフェース・モジュールが存在する場合
は、独立して構成可能である。［＃］最大信号幅である。

【００５１】クロック信号は、接続されたファンクション・ブロックのクロックである。コ
マンド（Ｃｍｄ）信号は、バス上の転送タイプを示す。コマンドは、データとは
無関係に発行することができる。アドレス（Ａｄｄｒ）信号は、典型的にはイニ
シエータ・ファンクション・ブロックがアクセスしようとする特定のリソースを
示すものである。要求受入れ（ＲｅｑＡｃｃｅｐｔ）はハンドシェイク信号であ
り、これによってスレーブ１１０４は、マスター１１０２が１つの転送からＣｍ
ｄ、Ａｄｄｒ、およびＤａｔａＯｕｔをリリースし、それらを他の転送用に再使
用できるようにする。スレーブ１１０４がビジーであり要求された転送に参加で
きない場合、マスター１１０２はＣｍｄ、Ａｄｄｒ、およびＤａｔａＯｕｔの提
示を継続しなければならない。ＤａｔａＯｕｔは、典型的には書込み転送におい
て、マスターからスレーブに送信されたデータである。ＤａｔａＩｎは、典型的
には読取りデータを搬送する。

【００５２】応答（Ｒｅｓｐ）およびＤａｔａＩｎは、スレーブ１１０４からマスター１１
０２に送信された信号である。Ｒｅｓｐは、スレーブ１１０４によって受け取ら
れた転送要求が処理されたことを示す。応答受入れ（ＲｅｓｐＡｃｃｅｐｔ）は
、マスターがスレーブのＲｅｓｐおよびＤａｔａＩｎのリリースを可能にするも
のであるかどうかを示すのに使用される、ハンドシェイク信号である。

【００５３】一実施形態では、信号Ｃｌｏｃｋ、Ｃｍｄ、Ａｄｄｒ、ＤａｔａＯｕｔ、Ｒｅ
ｑＡｃｃｅｐｔ、Ｒｅｓｐ、ＤａｔａＩｎ、およびＲｅｓｐＡｃｃｅｐｔが、イ
ンターフェース・モジュール信号の基本セットを形成する。ファンクション・ブ
ロックの中には、この基本セットが通信目的に適しているものもある。

【００５４】他の実施形態では、バス１０１２の残りの信号の一部またはすべてが使用され
る場合がある。一実施形態では、Ｗｉｄｔｈは、転送の幅を示す３ビット信号で
あり、可変幅の転送を含む接続で有用である。Ｂｕｒｓｔはマルチビット信号で
あり、接続内で個々のコマンドを関連付けることができる。Ｂｕｒｓｔは、今後
の転送数、および予測される任意のアドレス・パターンなど、将来の転送の性質
を示すものである。Ｂｕｒｓｔには標準のエンド・マーカーがある。Ｂｕｒｓｔ
フィールドの一部のビットは、ユーザ定義フィールド用に予約されるため、通信
は、接続内にある特有のプロトコルの一部詳細について知らなくてもかまわない
。

【００５５】割込みおよびエラー信号は、ほとんどのコンピュータ・システムで重要な部分
である。イニシエータまたはターゲットのファンクション・ブロックによって生
成される割込みおよびエラー信号が図示されているが、その機能性の詳細は特定
ファンクション・ブロックの性質によって異なり、本発明を理解する上で重要で
はない。

【００５６】一実施形態では、要求スレッド識別子（ＲｅｑＴｈｒｅａｄＩＤ）は４ビット
信号であり、スレーブ１１０４用に意図された現在のトランザクションに関連付
けられたスレッド番号を提供する。特定のスレッドＩＤで実行されるすべてのコ
マンドは、相互に関しては順序どおりに実行しなければならないが、他のスレッ
ドからのコマンドに関しては順序外れで実行することができる。応答スレッド識
別子（ＲｅｓｐＴｈｒｅａｄＩＤ）は、現在の応答に関連付けられたスレッド番
号を提供する。スレッド内の応答は他のスレッドに関して順序外れで返される場
合があるので、ＲｅｓｐＴｈｒｅａｄＩＤは、どのスレッドのコマンドに応答す
るのかを識別する必要がある。一実施形態では、ＲｅｑＴｈｒｅａｄＩＤおよび
ＲｅｓｐＴｈｒｅａｄＩＤはオプションの信号であるが、使用する場合は両方と
も使用しなければならない。

【００５７】要求スレッド・ビジー（ＲｅｑＴｈｒｅａｄＢｕｓｙ）は、スレーブがマスタ
ーに対して、ある種のスレッドに関連付けられたいずれかの新しい要求が実行で
きないことを示せるようにするものである。一実施形態では、ＲｅｑＴｈｒｅａ
ｄＢｕｓｙ信号は、スレッド当たり１つの信号を有するベクトルであり、アサー
トされた信号は、関連付けられたスレッドがビジーであることを示す。

【００５８】応答スレッド・ビジー（ＲｅｓｐＴｈｒｅａｄＢｕｓｙ）は、マスターがスレ
ーブに対して、ある種のスレッドに関連付けられたいずれかの（たとえば読取り
に関する）応答が実行できないことを示せるようにするものである。ＲｅｓｐＴ
ｈｒｅａｄＢｕｓｙ信号は、スレッド当たり１つの信号を有するベクトルであり
、アサートされた信号は、関連付けられたスレッドがビジーであることを示す。

【００５９】要求接続識別子（ＲｅｑＣｏｎｎＩＤ）は、ターゲット用に意図された現在の
トランザクションに関連付けられたＣＯＮＮＩＤを提供する。ＣＯＮＮＩＤは、
それによってシステム・エンティティが特定のトランザクションをシステム・エ
ンティティに関連付けることができるメカニズムを提供する。ＣＯＮＮＩＤの使
用法の１つは、様々なイニシエータ間で要求の優先順位を確立することである。
他の使用法は、アクションまたはデータ転送を、トランザクション要求で提示さ
れたアドレスではなく、イニシエータ・アイデンティティに関連付けることであ
る。

【００６０】図１１の実施形態は、ＣＯＮＮＩＤに終端間接続識別を提供し、さらにＴｈｒ
ｅａｄＩＤに２地点間識別またはよりローカルな識別を提供する。Ｔｈｒｅａ
ｄＩＤは、インターフェース・モジュールとその接続されたファンクション・
ブロックとの間の転送を単純に識別するローカル範囲の識別子である。対照的に
、ＣＯＮＮＩＤは、２つのインターフェース・モジュール（および必要であれば
それらの接続されたファンクション・ブロック）間の転送を識別するグローバル
範囲の識別子である。

【００６１】ＴｈｒｅａｄＩＤは、接続されたインターフェース・モジュールおよびファ
ンクション・ブロック内のテーブルに直接インデックス付けできるように十分小
さいものでなければならない。対照的に、通常システム内には、インターフェー
ス・モジュールが同時に受け入れるように調整されている数よりも多くのＣＯＮ
ＮＩＤがある。ＴｈｒｅａｄＩＤの代わりにＣＯＮＮＩＤを使用するには、返さ
れたＣＯＮＮＩＤを特定の要求またはバッファ・エントリと関連付けるために、
インターフェース・モジュール内に費用のかかる突き合わせ論理が必要である。

【００６２】ネットワーキングの類似性を使用すると、ＴｈｒｅａｄＩＤはレベル２（デ
ータ・リンク層）の概念であり、これに対してＣＯＮＮＩＤは、よりレベル３（
移送／セッション層）の概念に似ている。ファンクション・ブロックの中には、
レベル２でのみ動作するものもあるため、ファンクション・ブロックまたはその
インターフェース・モジュールに、レベル３のリソースを処理する費用を負担さ
せることは望ましくない。あるいは、ファンクション・ブロックの中にはレベル
３の接続機能を必要とするものもあるため、この場合は、ＣＯＮＮＩＤをファン
クション・ブロックに渡すことが実用的である。

【００６３】図４を参照すると、ＣＯＮＮＩＤは、共用通信バス１０１２上をインターフェ
ース・モジュール１００４と１００６との間で転送される場合、固有である必要
がある。ＣＯＮＮＩＤは、相互接続１０１０などのローカル相互接続を介して送
ることができる。ただし多くの場合、ファンクション・ブロックとそのインター
フェース・モジュールとの間でＴｈｒｅａｄＩＤのみを使用する方がかなり効
率的である。たとえば、イニシエータ・ファンクション・ブロック１００２は、
ＣＯＮＮＩＤによって提供されるすべての情報は必要としない場合がある。また
、システムによっては、同じＣＯＮＮＩＤを備えた同一のイニシエータ・ファン
クション・ブロック１００２が複数存在するため、イニシエータ・インターフェ
ース・モジュール１００４内の論理が、「ローカル」ＣＯＮＮＩＤを固有の「グ
ローバル」ＣＯＮＮＩＤに変換しない限り、転送を受け取る特定のターゲット・
ファンクション・ブロック１００８には、実際にはそれがどの接続の一部である
かがわからないことになる。インターフェース・モジュール内でのこのような変
換機能の設計および実施は、複雑で費用のかかるものである。このような場合、
ＣＯＮＮＩＤは、共用通信バス１０１２を介してインターフェース・モジュール
間で送られる可能性があり、ＴｈｒｅａｄＩＤはファンクション・ブロックと
インターフェース・モジュールとの間で送られる。

【００６４】イニシエータ・ファンクション・ブロックの場合、ＴｈｒｅａｄＩＤとＣＯ
ＮＮＩＤとの間に、１対１の静的対応が存在する場合がある。たとえば、Ｔｈｒ
ｅａｄＩＤが「１」の場合、特定のインターフェース・モジュールに単一のＣ
ＯＮＮＩＤがマッピングされ、同一のファンクション・ブロックが複数あるとい
う問題は解決される。

【００６５】ターゲット・ファンクション・ブロックの場合、ＴｈｒｅａｄＩＤとＣＯＮ
ＮＩＤとの間に、１対１の動的対応が存在する。ターゲット・ファンクション・
ブロックが２つの同時スレッドをサポートしている場合、ターゲット・インター
フェース・モジュールはオープン接続のＣＯＮＮＩＤを獲得し、それを必要に応
じてスレッドに関連付ける。たとえば、ターゲット・インターフェース・モジュ
ールはＣＯＮＮＩＤ「７」を受け取った後、ＣＯＮＮＩＤ７をスレッド「０」
にマッピングする。その後、接続７が閉じるまで、ＣＯＮＮＩＤ７を伴うすべ
ての転送がスレッド０に関連付けられる。

【００６６】ＴｈｒｅａｄＩＤの使用法の一例である図１２を参照し、システム内に一連
の同じダイレクト・メモリ・アクセス（ＤＭＡ）エンジンがあると考えてみる。
図１２では、要素１２０２は同一のＤＭＡエンジンであり、それぞれがイニシエ
ータ・インターフェース・モジュール１２０４に接続される。イニシエータ・イ
ンターフェース・モジュール１２０４は共用通信バス１２１２に接続される。タ
ーゲット・インターフェース・モジュール１２０６も共用通信バス１２１２に接
続され、バス１２１２からのデータをターゲット・ファンクション・ブロックで
あるＤＲＡＭ制御装置１２０８に伝送する。ターゲット・インターフェース・モ
ジュール１２０６は相互接続１２１４によってＤＲＡＭ制御装置１２０８に接続
される。ＤＲＡＭ制御装置１２０８が、ＤＲＡＭ１２１３へのアクセスを制御
する。

【００６７】ＤＭＡエンジンは、ターゲット・ファンクション・ブロックとしても機能する
イニシエータ・ファンクション・ブロックの一例である。ＤＭＡエンジンはソフ
トウェアによってプログラムされると、ターゲットとして作用する。その後、Ｄ
ＭＡエンジンはイニシエータとなる。ＤＭＡエンジンは読取り動作および書込み
動作の両方を実行するため、２つの接続を単一のＤＭＡエンジンに関連付けるこ
とができる。ＤＭＡエンジン内で何らかのバッファリングが使用可能であれば、
読取り動作および書込み動作が減結合され、その結果、どちらのタイプの動作も
同時に実行することができる。待ち時間の長い記憶デバイスから読取りが発生す
る可能性があり、書込み動作がデータを書き込む前に、読取りデータをＤＭＡエ
ンジン上のバッファに入れる必要がある。一実施形態では、それぞれのＤＭＡエ
ンジン１２０２がＴｈｒｅａｄＩＤを使用して読み取りストリームを識別し、
別のＴｈｒｅａｄＩＤを使用して書込みストリームを識別する。ＤＭＡエンジ
ンは、他のどのファンクション・ブロックがトランザクションに参加しているか
などの、その他の情報を必要としない。したがってＣＯＮＮＩＤを、ＤＭＡエン
ジン１２０２から、接続されたインターフェース・モジュール１２０４に送る必
要がない。ＴｈｒｅａｄＩＤのＣＯＮＮＩＤへのマッピングが、インターフェ
ース・モジュール１２０４内で発生する。

【００６８】一実施形態では、各イニシエータ・インターフェース・モジュール１２０４が
、接続されたＤＭＡエンジン１２０２から、固有のＣＯＮＮＩＤを２つのＴｈｒ
ｅａｄＩＤそれぞれにマッピングする。それぞれのＤＭＡエンジン１２０２は
、たとえば図１１のＴｈｒｅａｄＩＤなどの単一ビットを使用して、２つのス
レッドを区別する。共用通信バスを介したそれぞれの転送について、固有のＣＯ
ＮＮＩＤがターゲット・インターフェース・モジュール１２０６に送られる。Ｃ
ＯＮＮＩＤは、たとえばグラフィック・データに関する要求には高い優先順位を
割り当てることなどの、優先順位情報を含むことができる。優先順位の高いグラ
フィック・データは、ＤＲＡＭ制御装置１２０８によって即時に処理されるが、
優先順位の低い要求は待機が必要な可能性がある。

【００６９】インターフェース・モジュールおよび通信プロトコルはインテリジェンスを組
み込んで設計されるため、ＤＲＡＭ制御装置１２０８およびＤＭＡエンジン１２
０２などのファンクション・ブロックには、あまりインテリジェンスが要求され
ない。これには、システムが展開していくときに、ファンクション・ブロックを
より移植可能または再使用可能にする利点がある。たとえば、単にそれぞれの接
続されたインターフェース・モジュールを変更するだけで、優先度の高いアプリ
ケーションに使用されるＤＭＡエンジンと、優先度の低いアプリケーションに使
用されるＤＭＡエンジンを交換することができる。

【００７０】一実施形態では、ターゲット・インターフェース・モジュールおよびイニシエ
ータ・インターフェース・モジュールがトランジスタ・レベルでプログラムされ
るので、ＣＯＮＮＩＤ割当てを含む精密な機能がパワーアップ時に固定される。
他の実施形態では、インターフェース・モジュールの設計がＲＡＭに入っている
ため、インターフェース・モジュールは再プログラム可能なリソースである。こ
の場合、インターフェース・モジュールは、ソフトウェアによるＣＯＮＮＩＤの
再割当てを含み、再プログラムされる。

【００７１】以上、本発明を特有の実施形態に関して述べた。たとえば、本発明の実施形態
を、特定の信号を有するプロトコルを含む特定構成のシステムとして示してきた
。当技術分野の通常の技術者であれば、特許請求の範囲で述べたように、本発明
の精神および範囲を逸脱することなく、様々なシステム構成および様々な信号が
使用できることを理解されよう。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による複雑な電子システムの一実施形態を示す構成図である。

【図２】システム・モジュールの一実施形態を示す図である。

【図３】システム・モジュールの一実施形態を示す図である。

【図４】通信バスの一実施形態を示す図である。

【図５】パイプライン式の書込み転送を示すタイミング図である。

【図６】第１のパイプライン式書込み転送の拒絶と、第２の書込み転送の成功を示すタ
イミング図である。

【図７】パイプライン式の読取りおよび書込み転送のインターリーブを示すタイミング
図である。

【図８】単一ターゲットへのインターリーブされた接続を示すタイミング図である。

【図９】単一イニシエータからのインターリーブされた接続を示すタイミング図である
。

【図１０】コンピュータ・システムの一部の一実施形態を示す構成図である。

【図１１】通信バスの一実施形態を示す図である。

【図１２】コンピュータ・システムの一部の一実施形態を示す構成図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ )，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＲ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者トムリンソン，ジェイ・エスアメリカ合衆国・95124・カリフォルニア州・サンホゼ・デルオロドライブ・ 5516 (72)発明者ロビンソン，リサ・エイアメリカ合衆国・95006・カリフォルニア州・ボールダークリーク・ブラックストーンドライブ・16 Ｆターム(参考） 5B061 BA03 DD06 DD09 5B077 AA21 MM02

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】少なくとも２つのファンクション・ブロックを含む通信シス
テムであり、第１のファンクション・ブロックが接続を確立することによって第
２のファンクション・ブロックと通信し、接続は、第１のファンクション・ブロ
ックと第２のファンクション・ブロックとの間でデータを渡すことができる論理
状態であって、さらに前記通信システムが、それぞれのファンクション・ブロックに結合され
、複数の信号を搬送するように構成されたバスを含み、複数の信号が、データ転
送がその一部である特定の接続を示す接続識別子を含む、通信システム。
【請求項２】複数の信号が、データ転送がその一部であるトランザクショ
ン・ストリームを示すスレッド識別子をさらに含む請求項１に記載の通信システ
ム。
【請求項３】転送要求を送信するイニシエータ・ファンクション・ブロッ
クと、イニシエータ・ファンクション・ブロックおよびバスに結合されたイニシエー
タ・インターフェース・モジュールと、転送要求に応答するターゲット・ファンクション・ブロックと、ターゲット・ファンクション・ブロックに結合されたターゲット・インターフ
ェース・モジュールとをさらに含み、接続識別子が転送要求と共にイニシエータ
・インターフェース・モジュールからターゲット・インターフェース・モジュー
ルに送信される請求項２に記載の通信システム。
【請求項４】スレッド識別子が、ターゲット・インターフェース・モジュ
ールからターゲット・ファンクション・ブロックへ、ならびにイニシエータ・イ
ンターフェース・モジュールからイニシエータ・ファンクション・ブロックへ送
信される請求項３に記載の通信システム。
【請求項５】接続識別子が、ターゲット・インターフェース・モジュール
からターゲット・ファンクション・ブロックへ、ならびにイニシエータ・インタ
ーフェース・モジュールからイニシエータ・ファンクション・ブロックへ送信さ
れる請求項４に記載の通信システム。
【請求項６】接続識別子が、転送優先順位と、転送順序と、転送が発せられたファンクション・ブロックとを含む情報を符号化するマルチ
ビット値である請求項５に記載の通信システム。
【請求項７】接続識別子が、イニシエータ・ファンクション・ブロックに
関連付けられた複数の接続識別子の１つであり、さらに接続識別子が、イニシエ
ータ・インターフェース・モジュールによってスレッド識別子にマッピングされ
た請求項６に記載の通信システム。
【請求項８】接続識別子が、同時接続をサポートするターゲット・ファン
クション・ブロックに関連付けられた複数の接続識別子の１つであり、さらにタ
ーゲット・ファンクション・ブロックがオープン接続の接続識別子を獲得し、接
続識別子をスレッド識別子にマッピングする請求項７に記載の通信システム。
【請求項９】複数の信号が、ターゲット・ファンクション・ブロック用に意図された現在のトランザクショ
ンに関連付けられたスレッド番号を示す要求スレッドＩＤ信号と、ターゲット・ファンクション・ブロックからの転送がその一部であるスレッド
を示す応答スレッドＩＤ信号と、ターゲット・ファンクション・ブロックがある種のスレッドに関連付けられた
新しい要求を受信できないことをイニシエータ・ファンクション・ブロックに示
す要求スレッド・ビジー信号と、イニシエータ・ファンクション・ブロックが、ある種のスレッドに関連付けら
れたターゲット・ファンクション・ブロックからのどんな新しい応答も受信でき
ないことを示す応答スレッド・ビジー信号とをさらに含む請求項２に記載の通信
システム。
【請求項１０】コンピュータ・システム内のファンクション・ブロック間
で通信するための方法であって、複数の接続識別子を確立するステップを含み、各接続識別子が特定のデータ転
送を特定の接続に関連付け、接続が、複数のファンクション・ブロックのイニシ
エータ・ファンクション・ブロックと複数のファンクション・ブロックのターゲ
ット・ファンクション・ブロックとの間でデータを渡すことが可能な論理状態で
あり、特定のデータ転送が開始されたときに接続が確立され、さらに前記方法が、第１の転送「Ｙ」が、転送「Ｙ」と同じ接続識別子を備え
た転送要求セットの中で、最も古い、未発行で未リタイアの転送である場合に、
イニシエータ・ファンクション・ブロックが転送「Ｙ」を発行できるようにする
ステップを含む方法。
【請求項１１】同じ接続識別子を備えたあらゆる未リタイアの転送が、転
送「Ｙ」よりも古く、現在転送「Ｙ」と同じターゲット・ファンクション・ブロ
ックに発行されている場合に、イニシエータ・ファンクション・ブロックが転送
「Ｙ」を発行できるようにするステップをさらに含む請求項１０に記載の方法。
【請求項１２】転送「Ｙ」が発行された場合、転送「Ｙ」は古い未リタイ
アの転送とパイプライン化されるとみなされる請求項１１に記載の方法。
【請求項１３】ターゲット・ファンクション・ブロックが転送「Ｘ」に応
答した結果、転送「Ｘ」を開始しているイニシエータが転送「Ｘ」をリタイアで
きない場合に、転送「Ｘ」とパイプライン化され転送「Ｘ」と同じ接続識別子を
有するあらゆるその後の転送に、ＢＵＳＹ応答を与えるターゲット・ファンクシ
ョン・ブロックのステップをさらに含む請求項１０に記載の方法。
【請求項１４】転送「Ｘ」の後に発行された転送「Ｙ」が転送「Ｘ」より
も古く、トランザクション「Ｘ」とパイプライン化されていないとみなされる転
送「Ｘ」と同じ接続識別子を有する請求項１３に記載の方法。
【請求項１５】ターゲット・ファンクション・ブロックが、転送がいつ発
生するものであるかと、転送に関連付けられた接続識別子とに基づいて、転送が
パイプライン式転送であるかどうかを判定する請求項１２に記載の方法。
【請求項１６】イニシエータ・ファンクション・ブロックが、同じ接続識
別子を備えた所望の転送の時間順に順序付けられた待ち行列を維持するステップ
と、イニシエータ・ファンクション・ブロックが、転送が待ち行列に入れられると
きに、転送を未発行で未リタイアであるとしてマークするステップとをさらに含
む請求項１４に記載の方法。
【請求項１７】次に古いエントリが未リタイアで、同じターゲット・ファ
ンクション・ブロックを対象とする場合、転送をパイプライン済みとしてマーク
するステップと、転送を未パイプラインとしてマークするステップとをさらに含む請求項１６に
記載の方法。
【請求項１８】転送が発行されるときに、転送を発行済みとしてマークす
るステップをさらに含む請求項１７に記載の方法。
【請求項１９】転送が完了したときに、転送を未発行としてマークするス
テップをさらに含む請求項１８に記載の方法。
【請求項２０】転送が首尾良く完了した場合、転送をリタイア済みとして
マークするステップと、転送を待ち行列から削除するステップとをさらに含む請
求項１９に記載の方法。
【請求項２１】転送が首尾良く完了しなかった場合、転送を再試行するス
テップをさらに含む請求項２０に記載の方法。
【請求項２２】ターゲット・ファンクション・ブロックが、転送に関する
要求と要求への応答との間のバス・クロック・サイクルの数である深さを有する
、時間順に順序付けられた待ち行列を維持するステップをさらに含む請求項１４
に記載の方法。
【請求項２３】バス・クロックの各サイクルで、時間順に順序付けられた
待ち行列の中で最も古いエントリをリタイアするステップと、バス・クロックの各サイクルで、転送に関する現在の要求に関連付けられた接
続識別子を含む新しいエントリを、時間順に順序付けられた待ち行列に加えるス
テップとをさらに含む請求項２２に記載の方法。
【請求項２４】転送に関する現在の要求が、ターゲット・ファンクション
・ブロックを選択する有効な転送を含む場合、時間順に順序付けられた待ち行列
内にあるエントリのＦＩＲＳＴビットおよびＢＵＳＹビットを設定できるように
するステップをさらに含み、設定されたＦＩＲＳＴビットが、関連付けられた転
送が潜在的にパイプライン式の転送セットの第１の転送であることを示唆するも
のであって、ＦＩＲＳＴビットおよびＢＵＳＹビットを消去するステップをさらに含む請求
項２３に記載の方法。
【請求項２５】時間順に順序付けられた待ち行列に、現在の転送より前の
ものであり、現在の転送と同じ接続識別子を有し、関連付けられたＦＩＲＳＴビ
ット・セットを有する転送がない場合、および現在の転送がリソース衝突によってＢＵＳＹ応答を受け取ることになる場合に
、ＦＩＲＳＴビットを設定するステップをさらに含む請求項２４に記載の方法。
【請求項２６】ターゲット・ファンクション・ブロックにリソース衝突が
ある場合、または時間順に順序付けられた待ち行列にある以前の転送が、関連付けられたＦＩＲ
ＳＴビット・セットを有し、現在の転送と同じ接続識別子を有する場合に、ＢＵ
ＳＹビットを設定するステップをさらに含む請求項２４に記載の方法。
【請求項２７】転送間の順序付けを強制するために接続識別子を使用する
ステップをさらに含む請求項２６に記載の方法。
【請求項２８】第１のバス・サイクル内で発行されたデータ転送に関する
第１の要求に応答して、ターゲット・ファンクション・ブロックが、第１の時間
順に順序付けられた待ち行列エントリにＢＵＳＹビットを設定するステップをさ
らに含み、第１の接続識別子が第１の要求に関連付けられており、第１のバス・サイクルに続く次のバス・サイクルでの、データ転送に関する第
２の要求に応答して、ターゲット・ファンクション・ブロックが、第２の時間順
に順序付けられた待ち行列エントリ内にあるＢＵＳＹビットを消去し、第２の要
求で要求されたデータ転送の実行と関連してアクションを実行するステップをさ
らに含む請求項２７に記載の方法。