JP2512847B2 - デ―タ通信システムのメッセ―ジ制御方式 - Google Patents
デ―タ通信システムのメッセ―ジ制御方式Info
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- JP2512847B2 JP2512847B2 JP51581391A JP51581391A JP2512847B2 JP 2512847 B2 JP2512847 B2 JP 2512847B2 JP 51581391 A JP51581391 A JP 51581391A JP 51581391 A JP51581391 A JP 51581391A JP 2512847 B2 JP2512847 B2 JP 2512847B2
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Description
【発明の詳細な説明】 技術分野 本発明はデータ通信システムのメッセージ制御方式に
係り、特に疎結合多重処理システム（LCMP）を構成する
複数の処理モジュール間のメッセージ制御方式に関す
る。
係り、特に疎結合多重処理システム（LCMP）を構成する
複数の処理モジュール間のメッセージ制御方式に関す
る。
データ通信システムでは、信頼性の高い高処理能力シ
ステムが最も重要な要件の一つである。この要件を満た
すため、近年マルチプロセッサシステムが用いられるよ
うになってきている。このマルチプロセッサシステムの
一つのシステム形態に、複数の独立したコンピュータを
チャネル間結合装置などによって接続し、ジョブの入力
と実行などをどのコンピュータによっても可能とする、
疎結合多重処理システム（LCMP:Loosely Coupled Multi
processing System）がある。
ステムが最も重要な要件の一つである。この要件を満た
すため、近年マルチプロセッサシステムが用いられるよ
うになってきている。このマルチプロセッサシステムの
一つのシステム形態に、複数の独立したコンピュータを
チャネル間結合装置などによって接続し、ジョブの入力
と実行などをどのコンピュータによっても可能とする、
疎結合多重処理システム（LCMP:Loosely Coupled Multi
processing System）がある。
この疎結合多重処理システムにおいて、メッセージ通
信を実装していく場合には、できるだけ小規模なハード
ウェアにより大量なメッセージを小さなオーバーヘッド
でもって通信できるようなメッセージ制御方式が必要と
される。
信を実装していく場合には、できるだけ小規模なハード
ウェアにより大量なメッセージを小さなオーバーヘッド
でもって通信できるようなメッセージ制御方式が必要と
される。
背景技術 マルチプロセッサ構成のデータ通信システムとして
は、従来は複数のプロセッサが一つの記憶装置を共用す
るシステム形態の、密結合多重処理システム（TCMP:Tig
htly Coupled Multiprocessing System）が広く用いら
れていた。しかし、近年、プロセッサモジュールの台数
の増加の際のシステム性能の向上を図るため、最近はプ
ロセッサ個々に記憶装置を有する前記した疎結合多重処
理システムが多く用いられるようになった。
は、従来は複数のプロセッサが一つの記憶装置を共用す
るシステム形態の、密結合多重処理システム（TCMP:Tig
htly Coupled Multiprocessing System）が広く用いら
れていた。しかし、近年、プロセッサモジュールの台数
の増加の際のシステム性能の向上を図るため、最近はプ
ロセッサ個々に記憶装置を有する前記した疎結合多重処
理システムが多く用いられるようになった。
この疎結合多重処理システムでは送信側及び受信側夫
々に備えられるメッセージの格納領域としてのバッファ
は、同一構成の汎用的なものが用いられ、この汎用バッ
ファ間でメッセージを転送するようになされている。
々に備えられるメッセージの格納領域としてのバッファ
は、同一構成の汎用的なものが用いられ、この汎用バッ
ファ間でメッセージを転送するようになされている。
しかしながら、このような汎用バッファを用いる方法
によってメッセージを通信していく場合、通信対象のメ
ッセージが大量なものである場合には、汎用バッファに
一度に格納することができないことからメッセージを分
割しながら通信していかなくてはならない。
によってメッセージを通信していく場合、通信対象のメ
ッセージが大量なものである場合には、汎用バッファに
一度に格納することができないことからメッセージを分
割しながら通信していかなくてはならない。
そして、この方法によってメッセージ通信を実行して
いく場合、送信側の処理モジュールでは、送信対象のメ
ッセージを本来のメモリ位置から汎用バッファに展開し
直していく必要がある。また、受信側の処理モジュール
でも、汎用バッファに受信したメッセージを要求のメモ
リ位置に展開し直していく必要がある。このため、従来
は大量なメッセージの送受信処理に時間がかかり過ぎて
しまう。
いく場合、送信側の処理モジュールでは、送信対象のメ
ッセージを本来のメモリ位置から汎用バッファに展開し
直していく必要がある。また、受信側の処理モジュール
でも、汎用バッファに受信したメッセージを要求のメモ
リ位置に展開し直していく必要がある。このため、従来
は大量なメッセージの送受信処理に時間がかかり過ぎて
しまう。
また、送信側のプロセッサモジュールのソフトウェア
（データ処理部として機能する）のための通信ポートと
して用意されて、他の処理モジュールにメッセージを送
信する機能を発揮する送信ポートについては、従来は１
つだけ備えており、他の処理モジュールから送られてく
るメッセージを受信する機能を発揮する受信ポートにつ
いても、１つだけ備えているのが通常であった。
（データ処理部として機能する）のための通信ポートと
して用意されて、他の処理モジュールにメッセージを送
信する機能を発揮する送信ポートについては、従来は１
つだけ備えており、他の処理モジュールから送られてく
るメッセージを受信する機能を発揮する受信ポートにつ
いても、１つだけ備えているのが通常であった。
しかしながら、このようにソフトウェアから見える送
信ポートや受信ポートを各々１つだけでもって構成する
と、ソフトウェアは、同時に複数のメッセージを送信で
きず、また同時に複数のメッセージを受信できない。こ
のため、従来のメッセージ制御方式では複数のメッセー
ジの同時送受信処理を実行できないことから、データ処
理を効率的に実行できないという問題点がある。
信ポートや受信ポートを各々１つだけでもって構成する
と、ソフトウェアは、同時に複数のメッセージを送信で
きず、また同時に複数のメッセージを受信できない。こ
のため、従来のメッセージ制御方式では複数のメッセー
ジの同時送受信処理を実行できないことから、データ処
理を効率的に実行できないという問題点がある。
更に受信ポートが１つだけのため、緊急用のメッセー
ジを送信するときに、受信ポートが使用されていること
で、その緊急用のメッセージを迅速に受信側の処理モジ
ュールに通知できないことが起こるという問題点もあ
る。
ジを送信するときに、受信ポートが使用されていること
で、その緊急用のメッセージを迅速に受信側の処理モジ
ュールに通知できないことが起こるという問題点もあ
る。
本発明は以上の点に鑑みてなされたもので、疎結合多
重処理システム構成を採るデータ通信システムにおい
て、複数のメッセージの同時送受信処理を小規模なハー
ドウェアで実現するデータ通信システムのメッセージ制
御方式を提供することを目的とする。
重処理システム構成を採るデータ通信システムにおい
て、複数のメッセージの同時送受信処理を小規模なハー
ドウェアで実現するデータ通信システムのメッセージ制
御方式を提供することを目的とする。
また、本発明の他の目的は送信側が主体となって随時
メッセージを大量に通信できるデータ通信システムのメ
ッセージ制御方式を提供することにある。
メッセージを大量に通信できるデータ通信システムのメ
ッセージ制御方式を提供することにある。
更に、本発明の他の目的は論理受信ポートを複数設け
ることにより、緊急のメッセージを待ち時間なく受信で
きるデータ通信システムのメッセージ制御方式を提供す
るにある。
ることにより、緊急のメッセージを待ち時間なく受信で
きるデータ通信システムのメッセージ制御方式を提供す
るにある。
発明の開示 上記目的達成のため、本発明のデータ通信システムの
メッセージ制御方式は、各々中央処理装置、メモリユニ
ット及び接続ユニットから構成される複数個の処理モジ
ュールが、システムバスを介して互いに接続された疎結
合多重処理システム構成を採るデータ通信システムにお
いて、処理モジュールのメモリユニットを、中央処理装
置上で走行するソフトウェアであるデータ処理部と、送
信するメッセージが格納されるバッファとからなる構成
とし、また前記接続ユニットを少なくとも前記バッファ
上に展開されたメッセージを順次読み出して連続するメ
ッセージとして送信する複数の論理送信ポートと、複数
の論理受信ポートと、送信系統接続手段及び受信系統接
続手段とからなる構成としたものである。
メッセージ制御方式は、各々中央処理装置、メモリユニ
ット及び接続ユニットから構成される複数個の処理モジ
ュールが、システムバスを介して互いに接続された疎結
合多重処理システム構成を採るデータ通信システムにお
いて、処理モジュールのメモリユニットを、中央処理装
置上で走行するソフトウェアであるデータ処理部と、送
信するメッセージが格納されるバッファとからなる構成
とし、また前記接続ユニットを少なくとも前記バッファ
上に展開されたメッセージを順次読み出して連続するメ
ッセージとして送信する複数の論理送信ポートと、複数
の論理受信ポートと、送信系統接続手段及び受信系統接
続手段とからなる構成としたものである。
上記の送信系統接続手段は複数の論理送信ポートと通
信先の処理モジュールとを同時に論理接続する。また、
上記の受信系統接続手段は複数の論理受信ポートと通信
先の処理モジュールとを同時に論理接続する。本発明に
よれば、論理送信ポート及び論理受信ポートを複数備え
ているため、複数のメッセージの同時送受信ができる。
信先の処理モジュールとを同時に論理接続する。また、
上記の受信系統接続手段は複数の論理受信ポートと通信
先の処理モジュールとを同時に論理接続する。本発明に
よれば、論理送信ポート及び論理受信ポートを複数備え
ているため、複数のメッセージの同時送受信ができる。
また、本発明は前記メモリユニット内のバッファとし
て、メッセージを格納するために汎用的に備えられた汎
用バッファと、送信側の処理モジュールからの獲得に応
じて、中央処理装置上で走行するデータ処理部が自らの
処理に適合した形式で随時獲得する任意形態バッファと
よりなるよう構成したものである。
て、メッセージを格納するために汎用的に備えられた汎
用バッファと、送信側の処理モジュールからの獲得に応
じて、中央処理装置上で走行するデータ処理部が自らの
処理に適合した形式で随時獲得する任意形態バッファと
よりなるよう構成したものである。
本発明によれば、汎用バッファを使用して送信側主体
のメッセージ通信ができ、また任意形態バッファを使用
するときは大メモリ容量を得ることができるので、大量
のメモリの送受信ができる。
のメッセージ通信ができ、また任意形態バッファを使用
するときは大メモリ容量を得ることができるので、大量
のメモリの送受信ができる。
また、本発明は複数の論理受信ポートのうち少なくと
も２つ以上は通常通信処理用とし、残りの少なくとも１
つは緊急通信処理用として割り付けるよう構成したもの
である。本発明によれば、通常のメッセージ通信処理中
に、その通信処理を擾乱させることなく緊急のメッセー
ジ通信ができるため、異常発生時に正常状態へのリカバ
リ処理を迅速に実行することができる。
も２つ以上は通常通信処理用とし、残りの少なくとも１
つは緊急通信処理用として割り付けるよう構成したもの
である。本発明によれば、通常のメッセージ通信処理中
に、その通信処理を擾乱させることなく緊急のメッセー
ジ通信ができるため、異常発生時に正常状態へのリカバ
リ処理を迅速に実行することができる。
更に、本発明は接続ユニット内にシステムバスへの送
信プロトコルを司る一又は二以上の物理送信ポート及び
受信プロトコルを司る一又は二以上の物理受信ポートを
設け、送信系統接続手段により論理送信ポートと物理送
信ポートとの間に設定される論理接続を順次更新し、ま
た受信系統接続手段により論理受信ポートと物理受信ポ
ートとの間に設定される論理接続を順次更新する。
信プロトコルを司る一又は二以上の物理送信ポート及び
受信プロトコルを司る一又は二以上の物理受信ポートを
設け、送信系統接続手段により論理送信ポートと物理送
信ポートとの間に設定される論理接続を順次更新し、ま
た受信系統接続手段により論理受信ポートと物理受信ポ
ートとの間に設定される論理接続を順次更新する。
本発明によれば、上記送信系統接続手段により論理送
信ポートが同一の物理送信ポートを共用してメッセージ
が送信できるため、物理送信ポートの個数を物理送信ポ
ートのそれよりも少なくて済む。また、上記受信系統接
続手段により論理受信ポートが同一の物理受信ポートを
共用してメッセージが受信できるため、物理受信ポート
の個数を論理受信ポートのそれよりも少なくて済む。こ
れらのことから本発明によれば、複数の論理送信ポート
及び論理受信ポートを備えたとしても、論理接続手段の
ハードウェア量を小規模にすることができる。
信ポートが同一の物理送信ポートを共用してメッセージ
が送信できるため、物理送信ポートの個数を物理送信ポ
ートのそれよりも少なくて済む。また、上記受信系統接
続手段により論理受信ポートが同一の物理受信ポートを
共用してメッセージが受信できるため、物理受信ポート
の個数を論理受信ポートのそれよりも少なくて済む。こ
れらのことから本発明によれば、複数の論理送信ポート
及び論理受信ポートを備えたとしても、論理接続手段の
ハードウェア量を小規模にすることができる。
図面の簡単な説明 第１図は本発明の原理構成図、 第２図は本発明が適用されるマルチプロセッサシステ
ムのシステム構成図、 第３図は処理モジュールの構成図、 第４図は接続ユニットの一実施例の構成図、 第５図は物理送信ポートの一実施例の入出力信号と動
作状態遷移図、 第６図は物理受信ポートの一実施例の入出力信号と動
作状態遷移図、 第７図はメモリアクセス制御ユニットの入出力信号の
説明図、 第８図は主シーケンス制御ユニットの一実施例の構成
図、 第９図はディスクリプタの一実施例を示す図、 第10図はディスクリプタのエントリの管理データの一
実施例を示す図、 第11図は論理送信ポートの制御レジスタに書き込まれ
るデータの一例を示す図、 第12図は論理受信ポートの制御レジスタに書き込まれ
るデータの一例を示す図、 第13図はANYモードのメッセージブロック転送の説明
図、 第14図はSPECIFICモードのメッセージブロック転送の
説明図、 第15図は物理送信ポートの切り換え処理の説明図、 第16図はシステムバス上のメッセージブロックのデー
タ形式の一例を示す図、 第17図はシステムバス上のステータスブロックのデー
タ形式の一例を示す図、 第18図は物理受信ポートの振り分け処理の説明図、 第19図は正常終了時のステータス転送の一例を示す模
式図、 第20図は異常終了時のステータス転送の一例を示す模
式図、 第21A,12B図はコマンド受信時のコマンド処理動作の
一実施例を説明するフローチャート、 第22図は第21図中のサブルーチンを示すフローチャー
ト、 第23図は論理送信ポートの一実施例の状態遷移図、 第24図は論理受信ポートの一実施例の状態遷移図であ
る。
ムのシステム構成図、 第３図は処理モジュールの構成図、 第４図は接続ユニットの一実施例の構成図、 第５図は物理送信ポートの一実施例の入出力信号と動
作状態遷移図、 第６図は物理受信ポートの一実施例の入出力信号と動
作状態遷移図、 第７図はメモリアクセス制御ユニットの入出力信号の
説明図、 第８図は主シーケンス制御ユニットの一実施例の構成
図、 第９図はディスクリプタの一実施例を示す図、 第10図はディスクリプタのエントリの管理データの一
実施例を示す図、 第11図は論理送信ポートの制御レジスタに書き込まれ
るデータの一例を示す図、 第12図は論理受信ポートの制御レジスタに書き込まれ
るデータの一例を示す図、 第13図はANYモードのメッセージブロック転送の説明
図、 第14図はSPECIFICモードのメッセージブロック転送の
説明図、 第15図は物理送信ポートの切り換え処理の説明図、 第16図はシステムバス上のメッセージブロックのデー
タ形式の一例を示す図、 第17図はシステムバス上のステータスブロックのデー
タ形式の一例を示す図、 第18図は物理受信ポートの振り分け処理の説明図、 第19図は正常終了時のステータス転送の一例を示す模
式図、 第20図は異常終了時のステータス転送の一例を示す模
式図、 第21A,12B図はコマンド受信時のコマンド処理動作の
一実施例を説明するフローチャート、 第22図は第21図中のサブルーチンを示すフローチャー
ト、 第23図は論理送信ポートの一実施例の状態遷移図、 第24図は論理受信ポートの一実施例の状態遷移図であ
る。
発明を実施するための最良の形態 本発明の原理構成図である第１図において、複数の処
理モジュール10はシステムバス28を介して互いに接続さ
れており、前記した疎結合多重処理システムを構築して
いる。なお、第１図では左側の処理モジュール10からメ
ッセージが送信され、右側の処理モジュール10が該メッ
セージを受信する場合を示している。各処理モジュール
10は中央処理装置11と、この中央処理装置11のみにより
アクセス可能なメモリユニット12と、メモリユニット12
とシステムバス28との間のインタフェースをとる接続ユ
ニット13とから構成される。
理モジュール10はシステムバス28を介して互いに接続さ
れており、前記した疎結合多重処理システムを構築して
いる。なお、第１図では左側の処理モジュール10からメ
ッセージが送信され、右側の処理モジュール10が該メッ
セージを受信する場合を示している。各処理モジュール
10は中央処理装置11と、この中央処理装置11のみにより
アクセス可能なメモリユニット12と、メモリユニット12
とシステムバス28との間のインタフェースをとる接続ユ
ニット13とから構成される。
メモリユニット12はデータ処理14,ディスクリプタ15,
汎用バッファ16及び任意形態バッファ17とよりなる。デ
ータ処理部14はメモリユニット12に展開されて中央処理
装置11上で走行するソフトウェアにより構成されてお
り、他処理モジュール10との間のメッセージ通信により
援受されるデータ情報に従って所定のデータ処理を実行
する。
汎用バッファ16及び任意形態バッファ17とよりなる。デ
ータ処理部14はメモリユニット12に展開されて中央処理
装置11上で走行するソフトウェアにより構成されてお
り、他処理モジュール10との間のメッセージ通信により
援受されるデータ情報に従って所定のデータ処理を実行
する。
ディスクリプタ15は汎用バッファ16又は任意形態バッ
ファ17の配置アドレス及びデータ長情報をチェーン化し
て管理する。汎用バッファ16はメッセージを格納するた
めに汎用的に備えたられたバッファである。また任意形
態バッファ17は送信側の処理モジュール10からの獲得指
示に応じて、データ処理部14が自らの処理に適合した形
式で随時獲得されるバッファである。
ファ17の配置アドレス及びデータ長情報をチェーン化し
て管理する。汎用バッファ16はメッセージを格納するた
めに汎用的に備えたられたバッファである。また任意形
態バッファ17は送信側の処理モジュール10からの獲得指
示に応じて、データ処理部14が自らの処理に適合した形
式で随時獲得されるバッファである。
また、接続ユニット13は少なくとも複数の論理送信ポ
ート21,複数の論理受信ポート22,送信系統接続手段23及
び受信系統接続手段24とを備え、更に一又は二以上の物
理送信ポート25及び一又は二以上の物理受信ポート26を
有している。論理送信ポート21はバッファ16又は17に展
開されたメッセージを順次読み出して連続するメッセー
ジとして送信する。論理受信ポート22は送信されてきた
メッセージをバッファ16又は17に順次格納する。
ート21,複数の論理受信ポート22,送信系統接続手段23及
び受信系統接続手段24とを備え、更に一又は二以上の物
理送信ポート25及び一又は二以上の物理受信ポート26を
有している。論理送信ポート21はバッファ16又は17に展
開されたメッセージを順次読み出して連続するメッセー
ジとして送信する。論理受信ポート22は送信されてきた
メッセージをバッファ16又は17に順次格納する。
また、物理送信ポート25はシステムバス28への送信プ
ロトコルを司り、送信系統接続手段23により論理送信ポ
ート21と論理接続される。物理受信ポート26はシステム
バス28への受信プロトコルを司り、受信系統接続手段24
により論理受信ポート22と論理接続される。
ロトコルを司り、送信系統接続手段23により論理送信ポ
ート21と論理接続される。物理受信ポート26はシステム
バス28への受信プロトコルを司り、受信系統接続手段24
により論理受信ポート22と論理接続される。
次に本発明の作用について第１図の原理構成図と共に
説明する。送信側の処理モジュール10のデータ処理部14
は、メッセージを送信する必要があると、接続ユニット
13の論理送信ポート21に対してメッセージの送信処理を
要求する。この要求を受けて、送信側の処理モジュール
10の論理送信ポート21は、自処理モジュール10のバッフ
ァ16又は17から送信対象のメッセージを物理送信ポート
25の転送ブロック単位に従って順序よく読み出して、そ
の読み出したメッセージに送信先の処理モジュール10の
識別子を付加してシステムバス２に送信する。
説明する。送信側の処理モジュール10のデータ処理部14
は、メッセージを送信する必要があると、接続ユニット
13の論理送信ポート21に対してメッセージの送信処理を
要求する。この要求を受けて、送信側の処理モジュール
10の論理送信ポート21は、自処理モジュール10のバッフ
ァ16又は17から送信対象のメッセージを物理送信ポート
25の転送ブロック単位に従って順序よく読み出して、そ
の読み出したメッセージに送信先の処理モジュール10の
識別子を付加してシステムバス２に送信する。
送信側の処理モジュール10のデータ処理部14は、論理
送信ポート21に空きがある場合、メッセージの送信を必
要とするときには次々とメッセージの送信要求を発行し
ていくので、複数の論理送信ポート21がこの送信処理状
態に同時に入る。
送信ポート21に空きがある場合、メッセージの送信を必
要とするときには次々とメッセージの送信要求を発行し
ていくので、複数の論理送信ポート21がこの送信処理状
態に同時に入る。
この送信処理状態にあるときに、送信系統接続手段23
は、論理接続中にある論理送信ポート21のメッセージブ
ロックの送信処理（メッセージ単位の送信処理でもよ
い）を終了すると、その送信の終了した論理送信ポート
21との間の論理接続を解放し、次の論理送信ポート21と
の間に新たな論理接続を設定して、その新たに論理接続
する論理送信ポート21のメッセージブロックを論理接続
する物理送信ポート25を介して送信し始める。このこと
を繰り返していくことで、複数備えられる論理送信ポー
ト21が同時に通信先の処理モジュール10に対して別々の
メッセージを送信できる。
は、論理接続中にある論理送信ポート21のメッセージブ
ロックの送信処理（メッセージ単位の送信処理でもよ
い）を終了すると、その送信の終了した論理送信ポート
21との間の論理接続を解放し、次の論理送信ポート21と
の間に新たな論理接続を設定して、その新たに論理接続
する論理送信ポート21のメッセージブロックを論理接続
する物理送信ポート25を介して送信し始める。このこと
を繰り返していくことで、複数備えられる論理送信ポー
ト21が同時に通信先の処理モジュール10に対して別々の
メッセージを送信できる。
このようにして、本発明では、データ処理部14が接続
ユニット13に対して複数のメッセージの同時送信要求を
発行できることになり、これにより、メッセージの同時
送信処理を実行できる。
ユニット13に対して複数のメッセージの同時送信要求を
発行できることになり、これにより、メッセージの同時
送信処理を実行できる。
また、送信系統接続手段23は、複数の論理送信ポート
21が同一の物理送信ポート25を共用しながらメッセージ
送信を実行していくよう制御するので、物理送信ポート
25の個数を論理送信ポート21のそれよりも少なくて済ま
せられる。また、送信系統接続手段23も１つだけで済む
（複数備えても構わない）ので、論理送信ポート21と通
信先の処理モジュール10との間の論理接続手段のハード
ウェア量も小さなもので実現できる。
21が同一の物理送信ポート25を共用しながらメッセージ
送信を実行していくよう制御するので、物理送信ポート
25の個数を論理送信ポート21のそれよりも少なくて済ま
せられる。また、送信系統接続手段23も１つだけで済む
（複数備えても構わない）ので、論理送信ポート21と通
信先の処理モジュール10との間の論理接続手段のハード
ウェア量も小さなもので実現できる。
一方、本発明では、受信側の処理モジュール10のデー
タ処理部14は、メッセージを受信する必要があると、接
続ユニット13の論理受信ポート22に対してメッセージの
受信処理を要求する。この要求を受けて、受信側の処理
モジュール10の論理受信ポート22は、受信可能状態に入
り、物理受信ポート26を介して入力されてくる自処理モ
ジュール宛の一連の同一メッセージのメッセージブロッ
クをバッファ16又は17に順序よく格納していく。
タ処理部14は、メッセージを受信する必要があると、接
続ユニット13の論理受信ポート22に対してメッセージの
受信処理を要求する。この要求を受けて、受信側の処理
モジュール10の論理受信ポート22は、受信可能状態に入
り、物理受信ポート26を介して入力されてくる自処理モ
ジュール宛の一連の同一メッセージのメッセージブロッ
クをバッファ16又は17に順序よく格納していく。
これにより、送信側主体で実行されるメッセージ送信
の受信処理状態に入る。受信側の処理モジュール10のデ
ータ処理部14は、論理受信ポート22に空きがある場合、
メッセージの受信を必要とするときには次々とメッセー
ジの受信要求を発行していくので、複数の論理受信ポー
ト22がこの受信処理状態に同時に入る。
の受信処理状態に入る。受信側の処理モジュール10のデ
ータ処理部14は、論理受信ポート22に空きがある場合、
メッセージの受信を必要とするときには次々とメッセー
ジの受信要求を発行していくので、複数の論理受信ポー
ト22がこの受信処理状態に同時に入る。
この受信処理状態にあるときに、受信系統接続手段24
は、物理受信ポート26が複数備えられる場合には、論理
接続中の物理受信ポート26から論理受信ポート22への受
信メッセージブロックの転送処理を終了すると、その受
信処理の終了した物理受信ポート26との間の論理接続を
解放して、次の論理受信ポート26との間に新たな論理接
続を設定し、その新たな論理接続に従って物理受信ポー
ト26の受信メッセージブロックを論理受信ポート22へと
転送していく処理を実行する。
は、物理受信ポート26が複数備えられる場合には、論理
接続中の物理受信ポート26から論理受信ポート22への受
信メッセージブロックの転送処理を終了すると、その受
信処理の終了した物理受信ポート26との間の論理接続を
解放して、次の論理受信ポート26との間に新たな論理接
続を設定し、その新たな論理接続に従って物理受信ポー
ト26の受信メッセージブロックを論理受信ポート22へと
転送していく処理を実行する。
一方、物理受信ポート26が１つしか備えられない場合
には、論理接続中の論理受信ポート22への受信メッセー
ジブロックの転送処理を終了すると、新たに受信された
メッセージブロックの受信先である論理受信ポート22と
の間に新たな論理接続を設定して、その新たな論理接続
に従って物理受信ポート26の受信メッセージブロックを
論理受信ポート22へと転送していく処理を実行する。
には、論理接続中の論理受信ポート22への受信メッセー
ジブロックの転送処理を終了すると、新たに受信された
メッセージブロックの受信先である論理受信ポート22と
の間に新たな論理接続を設定して、その新たな論理接続
に従って物理受信ポート26の受信メッセージブロックを
論理受信ポート22へと転送していく処理を実行する。
従って、本発明では、受信側の処理モジュール10のデ
ータ処理部14は、接続ユニット13に対して複数のメッセ
ージの同時受信要求を発行できることになり、これか
ら、メッセージの同時受信処理を実行できる。
ータ処理部14は、接続ユニット13に対して複数のメッセ
ージの同時受信要求を発行できることになり、これか
ら、メッセージの同時受信処理を実行できる。
また、この構成にあって、受信系統接続手段24は、複
数の論理受信ポート22が同一の物理受信ポート26を共用
しながらメッセージ受信を実行していくよう制御するの
で、物理受信ポート26の個数を論理受信ポート22のそれ
よりも少なくて済ませられる。更に本発明では、受信系
統接続手段24も１つだけで済む（複数備えていても構わ
ない）ので、論理受信ポート22と通信先の処理モジュー
ル10との間の論理接続手段のハードウェアを小規模な構
成で実現できる。
数の論理受信ポート22が同一の物理受信ポート26を共用
しながらメッセージ受信を実行していくよう制御するの
で、物理受信ポート26の個数を論理受信ポート22のそれ
よりも少なくて済ませられる。更に本発明では、受信系
統接続手段24も１つだけで済む（複数備えていても構わ
ない）ので、論理受信ポート22と通信先の処理モジュー
ル10との間の論理接続手段のハードウェアを小規模な構
成で実現できる。
また、本発明では、送信側の処理モジュール10のデー
タ処理部14は、送信側主体のメッセージ送信を実行する
場合には、接続ユニット13の論理送信ポート21に対して
メッセージ送信の実行を要求するときに、受信用のバッ
ファとして予め用意されている汎用バッファ16の使用を
指定する識別子を付加することを要求する。この要求を
受けて、送信側の処理モジュール10の論理送信ポート21
は、送信するメッセージに汎用バッファ16の使用を指定
する識別子を付加してメッセージを送信する。
タ処理部14は、送信側主体のメッセージ送信を実行する
場合には、接続ユニット13の論理送信ポート21に対して
メッセージ送信の実行を要求するときに、受信用のバッ
ファとして予め用意されている汎用バッファ16の使用を
指定する識別子を付加することを要求する。この要求を
受けて、送信側の処理モジュール10の論理送信ポート21
は、送信するメッセージに汎用バッファ16の使用を指定
する識別子を付加してメッセージを送信する。
受信側の処理モジュール10の論理受信ポート22は、メ
ッセージの宛先として自分が指定されていて、かつ汎用
バッファ16を用いる識別子の付加されたメッセージであ
ることを検出すると、送られてきたメッセージを自処理
モジュール10内の汎用バッファ16に格納していくため、
送信側主体で実行されるメッセージ送信の受信処理を実
行できる。
ッセージの宛先として自分が指定されていて、かつ汎用
バッファ16を用いる識別子の付加されたメッセージであ
ることを検出すると、送られてきたメッセージを自処理
モジュール10内の汎用バッファ16に格納していくため、
送信側主体で実行されるメッセージ送信の受信処理を実
行できる。
一方、送信側の処理モジュール10のデータ処理部６
は、大量のメッセージの送信処理を実行する場合には、
先ず最初に、汎用バッファ16の使用を指定するメッセー
ジ送信に従って、これから通信することになる大量のメ
ッセージのメッセージ量情報を受信側の処理モジュール
10に通知する。
は、大量のメッセージの送信処理を実行する場合には、
先ず最初に、汎用バッファ16の使用を指定するメッセー
ジ送信に従って、これから通信することになる大量のメ
ッセージのメッセージ量情報を受信側の処理モジュール
10に通知する。
この通知を受け取ると、受信側の処理モジュール10の
データ処理部14は、自処理モジュール10のメモリユニッ
ト12内にその通知されるメッセージ量に対応する任意形
態バッファ17を用意して、その配置アドレス及びデータ
長情報を格納順にポイントしていくことでディスクリプ
タ15を生成する。
データ処理部14は、自処理モジュール10のメモリユニッ
ト12内にその通知されるメッセージ量に対応する任意形
態バッファ17を用意して、その配置アドレス及びデータ
長情報を格納順にポイントしていくことでディスクリプ
タ15を生成する。
続いて、送信側の処理モジュール10のデータ処理部10
は、受信用のバッファとして任意形態バッファ17の使用
を指定する識別子を付加することを要求してメッセージ
の送信要求を発行する。この要求を受けて、送信側の処
理モジュール10の論理送信ポート21は、送信するメッセ
ージに任意形態バッファ17の使用を指定する識別子を付
加してメッセージを送信する。
は、受信用のバッファとして任意形態バッファ17の使用
を指定する識別子を付加することを要求してメッセージ
の送信要求を発行する。この要求を受けて、送信側の処
理モジュール10の論理送信ポート21は、送信するメッセ
ージに任意形態バッファ17の使用を指定する識別子を付
加してメッセージを送信する。
受信側の処理モジュール10の論理受信ポート22は、メ
ッセージの宛先として自分が指定されていて、かつ任意
形態バッファ17を用いる識別子の付加されたメッセージ
であって、その送信元が任意形態バッファ17の作成を指
示してきた処理モジュール10であることを検出すると、
ディスクリプタ15を参照しながら、送られてきたメッセ
ージを自処理モジュール10内の作成済の任意形態バッフ
ァ17に格納していく。
ッセージの宛先として自分が指定されていて、かつ任意
形態バッファ17を用いる識別子の付加されたメッセージ
であって、その送信元が任意形態バッファ17の作成を指
示してきた処理モジュール10であることを検出すると、
ディスクリプタ15を参照しながら、送られてきたメッセ
ージを自処理モジュール10内の作成済の任意形態バッフ
ァ17に格納していく。
この任意形態バッファ17を用いることで、送信側の処
理モジュール10は、受信側で大きなメモリ容量のバッフ
ァを用意できるので、汎用バッファ16のメモリ容量に限
定されないでメッセージを送信できることとなる。更に
受信側の処理モジュール10は、データ処理部14にとって
好ましいアドレス位置に直接メッセージを受信できる。
理モジュール10は、受信側で大きなメモリ容量のバッフ
ァを用意できるので、汎用バッファ16のメモリ容量に限
定されないでメッセージを送信できることとなる。更に
受信側の処理モジュール10は、データ処理部14にとって
好ましいアドレス位置に直接メッセージを受信できる。
なお、この処理にあって、送信側の処理モジュール10
は、大量のメッセージの送信に合わせて、送信対象のメ
ッセージを自処理モジュール10に作成する任意形態バッ
ファ17に格納しておくことが好ましいが、汎用バッファ
16に格納しておくようにすることも可能である。
は、大量のメッセージの送信に合わせて、送信対象のメ
ッセージを自処理モジュール10に作成する任意形態バッ
ファ17に格納しておくことが好ましいが、汎用バッファ
16に格納しておくようにすることも可能である。
更に本発明では、通常の通信処理に従うメッセージを
送信するときには、送信側の処理モジュール10のデータ
処理部からの要求を受けて、送信側の処理モジュール10
の論理送信ポート21は、送信するメッセージに通常の通
信処理であることを表示する識別子を付加してメッセー
ジを送信する。
送信するときには、送信側の処理モジュール10のデータ
処理部からの要求を受けて、送信側の処理モジュール10
の論理送信ポート21は、送信するメッセージに通常の通
信処理であることを表示する識別子を付加してメッセー
ジを送信する。
一方、緊急の通信処理に従うメッセージを送信すると
きには上記と同様にデータ処理部14からの要求を受け
て、論理送信ポート21は、送信するメッセージに緊急の
通信処理であることを表示する識別子を付加してメッセ
ージを送信する。
きには上記と同様にデータ処理部14からの要求を受け
て、論理送信ポート21は、送信するメッセージに緊急の
通信処理であることを表示する識別子を付加してメッセ
ージを送信する。
送信側の処理モジュール10から送られてくる自分宛の
メッセージを受信すると、通常の通信処理用として機能
すべく設定された受信側の処理モジュール10の論理受信
ポート22は、受信メッセージに定常の通信処理であるこ
とを表示する識別子が付加されている場合には、自らが
受信ポートとして動作して、送られてくるメッセージを
自処理モジュール10のバッファ16又は17に格納する。一
方、緊急の通信処理用として機能すべく設定された受信
側の処理モジュール10の論理受信ポート22は、受信メッ
セージに緊急の通信処理であることを表示する識別子が
付加されている場合には、自らが受信ポートとして動作
して、送られてくるメッセージを自処理モジュール10の
バッファ16又は17に格納する。
メッセージを受信すると、通常の通信処理用として機能
すべく設定された受信側の処理モジュール10の論理受信
ポート22は、受信メッセージに定常の通信処理であるこ
とを表示する識別子が付加されている場合には、自らが
受信ポートとして動作して、送られてくるメッセージを
自処理モジュール10のバッファ16又は17に格納する。一
方、緊急の通信処理用として機能すべく設定された受信
側の処理モジュール10の論理受信ポート22は、受信メッ
セージに緊急の通信処理であることを表示する識別子が
付加されている場合には、自らが受信ポートとして動作
して、送られてくるメッセージを自処理モジュール10の
バッファ16又は17に格納する。
次に本発明を実施例に従って更に詳細に説明する。第
２図は本発明が適用されるマルチプロセッサシステムの
システム構成図を示す。マルチプロセッサシステムは、
複数個の処理モジュール30（第１図の処理モジュール10
に相当）がシステムバスハンドラ31によりアービトレー
ションの集中管理される共有システムバス32（図中では
Ｓ−BUSと略記）を介して、相互に接続される構成が採
られる。この図では、共有システムバス32を１つのもの
で示してあるが、共有システムバス32を複数備えるよう
構成して、各々の処理モジュール30が、独立した複数の
共有システムバス32により接続される構成が採られるも
のであってもよい。
２図は本発明が適用されるマルチプロセッサシステムの
システム構成図を示す。マルチプロセッサシステムは、
複数個の処理モジュール30（第１図の処理モジュール10
に相当）がシステムバスハンドラ31によりアービトレー
ションの集中管理される共有システムバス32（図中では
Ｓ−BUSと略記）を介して、相互に接続される構成が採
られる。この図では、共有システムバス32を１つのもの
で示してあるが、共有システムバス32を複数備えるよう
構成して、各々の処理モジュール30が、独立した複数の
共有システムバス32により接続される構成が採られるも
のであってもよい。
第３図は、処理モジュール30の詳細な構成図を示す。
処理モジュール30は、中央処理装置41と、疎結合関係を
構成すべく備えられるローカルなメインメモリのローカ
ルストレージユニット42と、共有システムバス32への接
続を処理すべく備えられる接続ユニット43と、これらの
ユニット間を接続するPM内部バス44とよりなる。中央処
理装置41は前記中央処理装置11に相当し、ローカルスト
レージユニット42は前記メモリユニット12に相当し、接
続ユニット43は前記接続ユニット12に相当する。
処理モジュール30は、中央処理装置41と、疎結合関係を
構成すべく備えられるローカルなメインメモリのローカ
ルストレージユニット42と、共有システムバス32への接
続を処理すべく備えられる接続ユニット43と、これらの
ユニット間を接続するPM内部バス44とよりなる。中央処
理装置41は前記中央処理装置11に相当し、ローカルスト
レージユニット42は前記メモリユニット12に相当し、接
続ユニット43は前記接続ユニット12に相当する。
処理モジュール30は、自らの備える中央処理装置41及
びローカルストレージユニット42上で動作するソフトウ
ェアが走行して、これらのソフトウェアが通常要求元と
なりながら相互に強調して一連の動作を行うよう構成さ
れる。ここで、処理モジュール30の備える中央処理装置
41は、自モジュール内のローカルストレージユニット42
及びROM（図示省略）のみから命令コードをフェッチす
る。また、接続ユニット42は、固有のユニット番号が割
り付けられる。
びローカルストレージユニット42上で動作するソフトウ
ェアが走行して、これらのソフトウェアが通常要求元と
なりながら相互に強調して一連の動作を行うよう構成さ
れる。ここで、処理モジュール30の備える中央処理装置
41は、自モジュール内のローカルストレージユニット42
及びROM（図示省略）のみから命令コードをフェッチす
る。また、接続ユニット42は、固有のユニット番号が割
り付けられる。
第４図は、本発明のメッセージ通信処理を実現するた
めに備えられる接続ユニット43の一実施例を示す。同図
中、接続ユニット43は、中央処理装置41上で走行するソ
フトウェアが見える送信ポートである論理送信ポート
（Ｓ−PORT）51と、該ソフトウェアが見える受信ポート
である論理受信ポート（Ｒ−PORT）53と、他の処理モジ
ュール30へのメッセージの送信を制御する物理送信ポー
ト（PS−PORT）55と、他の処理モジュール30からのメッ
セージの受信を制御する物理受信ポート（PR-PORT）56
と、PM内部バス44との間のインタフェースを処理するア
クセス制御ユニット（BSC）57と、第３図に示したロー
カルストレージユニット42をアクセスするメモリアクセ
ス制御ユニット（DMAC）58と、共有システムバス32との
間の送信処理のインタフェースを処理する送信制御ユニ
ット（SNDC）59と、共有システムバス32との間の受信処
理のインタフェースを処理する受信制御ユニット（PCV
C）60と、双方アクセスを可能とするデュアルポートラ
ンダム・アクセス・メモリ（RAM）61と、これらのユニ
ット全体の制御を司る主シーケンス制御ユニット（MS
C）62とを具備するよう構成される。なお、論理送信ポ
ート51は制御レジスタ52を有し、論理受信ポート53は制
御レジスタ54を有する。これらの制御レジスタ52,54は
デュアルポートRAM61上に備える構成を採ることも可能
である。
めに備えられる接続ユニット43の一実施例を示す。同図
中、接続ユニット43は、中央処理装置41上で走行するソ
フトウェアが見える送信ポートである論理送信ポート
（Ｓ−PORT）51と、該ソフトウェアが見える受信ポート
である論理受信ポート（Ｒ−PORT）53と、他の処理モジ
ュール30へのメッセージの送信を制御する物理送信ポー
ト（PS−PORT）55と、他の処理モジュール30からのメッ
セージの受信を制御する物理受信ポート（PR-PORT）56
と、PM内部バス44との間のインタフェースを処理するア
クセス制御ユニット（BSC）57と、第３図に示したロー
カルストレージユニット42をアクセスするメモリアクセ
ス制御ユニット（DMAC）58と、共有システムバス32との
間の送信処理のインタフェースを処理する送信制御ユニ
ット（SNDC）59と、共有システムバス32との間の受信処
理のインタフェースを処理する受信制御ユニット（PCV
C）60と、双方アクセスを可能とするデュアルポートラ
ンダム・アクセス・メモリ（RAM）61と、これらのユニ
ット全体の制御を司る主シーケンス制御ユニット（MS
C）62とを具備するよう構成される。なお、論理送信ポ
ート51は制御レジスタ52を有し、論理受信ポート53は制
御レジスタ54を有する。これらの制御レジスタ52,54は
デュアルポートRAM61上に備える構成を採ることも可能
である。
この論理送信ポート（Ｓ−PORT）52は、例えばこの実
施例の２個というように好ましくは２個以上備えられる
構成が採られる。論理受信ポート（Ｒ−PORT）54は、例
えばこの実施例の４個というように好ましくは２個以上
備えられる構成が採られる。これにより、中央処理装置
41上で走行するソフトウェアが、複数のメッセージの同
時送信を可能とするとともに、複数のメッセージの同時
受信を可能とする構成が採られる。
施例の２個というように好ましくは２個以上備えられる
構成が採られる。論理受信ポート（Ｒ−PORT）54は、例
えばこの実施例の４個というように好ましくは２個以上
備えられる構成が採られる。これにより、中央処理装置
41上で走行するソフトウェアが、複数のメッセージの同
時送信を可能とするとともに、複数のメッセージの同時
受信を可能とする構成が採られる。
一方、物理送信ポート（PS-PORT）55は、その性質上
１個を備えることで構成され、物理受信ポート（PR-POR
T）56は、例えばこの実施例の２個というように１個以
上を備えることで構成される。また、後述するように複
数の論理送信ポート51は物理送信ポート55を共用し、複
数の論理受信ポート54が物理受信ポート56を共用してい
く制御方式を採用していくことで、接続ユニット43のハ
ードウェア量の削減を図ることもできる。なお、物理送
信ポート55より共有システムバス32側に、物理送信ポー
ト55の処理をシリアライズする機能がある場合には、物
理送信ポート55を１個ではなくて複数備えていくことも
可能である。
１個を備えることで構成され、物理受信ポート（PR-POR
T）56は、例えばこの実施例の２個というように１個以
上を備えることで構成される。また、後述するように複
数の論理送信ポート51は物理送信ポート55を共用し、複
数の論理受信ポート54が物理受信ポート56を共用してい
く制御方式を採用していくことで、接続ユニット43のハ
ードウェア量の削減を図ることもできる。なお、物理送
信ポート55より共有システムバス32側に、物理送信ポー
ト55の処理をシリアライズする機能がある場合には、物
理送信ポート55を１個ではなくて複数備えていくことも
可能である。
論理送信ポート51と論理受信ポート53には、それぞれ
共有システムバス32上の物理転送ブロックに対応する25
6バイトの保留用緩衝バッファがデュアルポートRAM61上
に備えられる。物理送信ポート51に付属する保留用緩衝
バッファは、物理送信ポート55の個数分備えられ、物理
受信ポート53に付属する保留用緩衝バッファは、物理受
信ポート56の個数分備えられる。
共有システムバス32上の物理転送ブロックに対応する25
6バイトの保留用緩衝バッファがデュアルポートRAM61上
に備えられる。物理送信ポート51に付属する保留用緩衝
バッファは、物理送信ポート55の個数分備えられ、物理
受信ポート53に付属する保留用緩衝バッファは、物理受
信ポート56の個数分備えられる。
物理送信ポート55は、主シーケンス制御ユニット（MS
C）62の制御処理に従って論理送信ポート51と論理的に
接続され、付属する保留用緩衝バッファ内のメッセージ
ブロックの転送要求MSG-SND-REQを送信制御ユニット（S
NDC）59に発行し、そのメッセージブロックの送信に対
しての応答STS-RCV-ACKを受信制御ユニット60より受信
して、論理送信ポート51に通知していく処理を実行す
る。
C）62の制御処理に従って論理送信ポート51と論理的に
接続され、付属する保留用緩衝バッファ内のメッセージ
ブロックの転送要求MSG-SND-REQを送信制御ユニット（S
NDC）59に発行し、そのメッセージブロックの送信に対
しての応答STS-RCV-ACKを受信制御ユニット60より受信
して、論理送信ポート51に通知していく処理を実行す
る。
この物理送信ポート（PS-PORT）55の入出力信号を第
５図（ａ）に、また処理の状態遷移の一実施例を同図
（ｂ）に示す。第５図（ａ）に示すように、物理送信ポ
ート（PS-PORT）55は主シーケンス制御ユニット（MSC）
62からはキャンセル要求（CANCEL）及びメッセージ送信
要求SND-RQが入力され、また処理再開要求CMPをMSC62に
対して行なう。
５図（ａ）に、また処理の状態遷移の一実施例を同図
（ｂ）に示す。第５図（ａ）に示すように、物理送信ポ
ート（PS-PORT）55は主シーケンス制御ユニット（MSC）
62からはキャンセル要求（CANCEL）及びメッセージ送信
要求SND-RQが入力され、また処理再開要求CMPをMSC62に
対して行なう。
PS-PORT55は第５図（ｂ）に示すようにMSC62からのメ
ッセージ送信要求SND-RQの待ち状態であるＡ状態におい
て、該メッセージ送信要求SND-RQが入力されるとSND状
態に遷移する。このSND状態はメッセージブロックをSND
C59を介してシステムバス32へ送出する状態である。
ッセージ送信要求SND-RQの待ち状態であるＡ状態におい
て、該メッセージ送信要求SND-RQが入力されるとSND状
態に遷移する。このSND状態はメッセージブロックをSND
C59を介してシステムバス32へ送出する状態である。
このSND状態において、SNDC59からの正常信号SND-ACK
でWAIT状態へ、異常信号SND-ERRでCMP状態へ、またMSC6
2からCANCEL要求がある場合はSNDC59への要求を取り下
げてからＡ状態へ遷移する。
でWAIT状態へ、異常信号SND-ERRでCMP状態へ、またMSC6
2からCANCEL要求がある場合はSNDC59への要求を取り下
げてからＡ状態へ遷移する。
上記WAIT状態は受信側処理モジュールからのステータ
ス信号待ち状態である。このWAIT状態において、受信制
御ユニット（RCVC）60からステータス受信完了信号STS-
RCV-ACKが入力されたとき、またはステータス受信のタ
イムアウトでCMP状態に遷移する。このCMP状態はMSC62
へ送信完了を伝え、処理再開を要求する状態である。こ
のCMP状態にあるPS-PORT55に対してMSC62から認識信号
（＝送信要求）を取り下げでＡ状態へ遷移する。
ス信号待ち状態である。このWAIT状態において、受信制
御ユニット（RCVC）60からステータス受信完了信号STS-
RCV-ACKが入力されたとき、またはステータス受信のタ
イムアウトでCMP状態に遷移する。このCMP状態はMSC62
へ送信完了を伝え、処理再開を要求する状態である。こ
のCMP状態にあるPS-PORT55に対してMSC62から認識信号
（＝送信要求）を取り下げでＡ状態へ遷移する。
一方、物理受信ポート（PR-PORT）56は、受信制御ユ
ニット（RCVC）60の処理に従って付属する保留用緩衝バ
ッファに受信メッセージブロックが格納されることで受
信開始通知を受け取ると、主シーケンス制御ユニット
（MSC）62の制御処理に従って受信すべき論理受信ポー
ト53と論理的に接続され、その論理受信ポート53の動作
完了後に、受信完了の応答送信要求STS-SND-REQを送信
制御ユニット（SNDC）59に発行していく処理を実行す
る。
ニット（RCVC）60の処理に従って付属する保留用緩衝バ
ッファに受信メッセージブロックが格納されることで受
信開始通知を受け取ると、主シーケンス制御ユニット
（MSC）62の制御処理に従って受信すべき論理受信ポー
ト53と論理的に接続され、その論理受信ポート53の動作
完了後に、受信完了の応答送信要求STS-SND-REQを送信
制御ユニット（SNDC）59に発行していく処理を実行す
る。
この、物理受信ポート（PR-PORT）56の入出力信号を
第６図（ａ）に、また処理の状態遷移の一実施例を同図
（ｂ）に示す。第６図（ａ）に示すように、物理受信ポ
ート（PR-PORT）56は上記応答送信要求STS-SND-REQ以外
に、受信制御ユニット（RCVC）60からメッセージ受信開
始信号MSG-RCV-ACKが入力されると共に、主シーケンス
制御ユニット（MSC）62からステータス送信要求SND-RQ
が入力され、またMSC62に対してキャンセル要求CANCEL
やFB状態信号FILL-BFを出力する。
第６図（ａ）に、また処理の状態遷移の一実施例を同図
（ｂ）に示す。第６図（ａ）に示すように、物理受信ポ
ート（PR-PORT）56は上記応答送信要求STS-SND-REQ以外
に、受信制御ユニット（RCVC）60からメッセージ受信開
始信号MSG-RCV-ACKが入力されると共に、主シーケンス
制御ユニット（MSC）62からステータス送信要求SND-RQ
が入力され、またMSC62に対してキャンセル要求CANCEL
やFB状態信号FILL-BFを出力する。
また、PR-PORT56は第６図（ｂ）に示すように、メッ
セージ受信待ちのWAIT状態にあるとき、RCVC60からメッ
セージ受信開始信号MSG-RCV-ACKが入力されると、FB状
態に遷移する。このFB状態はMSC62へ前記FILL-BFにより
受信開始を伝え、処理の開始を要求する状態である。PR
-PORT56はRCVC60の受信完了信号の通知後、MSC62のステ
ータス送信要求SND-RQでSND状態に遷移する。またRCVC6
0からCANCEL要求がある場合はMSC62への要求を取り下げ
てからWAIT状態へ遷移する。
セージ受信待ちのWAIT状態にあるとき、RCVC60からメッ
セージ受信開始信号MSG-RCV-ACKが入力されると、FB状
態に遷移する。このFB状態はMSC62へ前記FILL-BFにより
受信開始を伝え、処理の開始を要求する状態である。PR
-PORT56はRCVC60の受信完了信号の通知後、MSC62のステ
ータス送信要求SND-RQでSND状態に遷移する。またRCVC6
0からCANCEL要求がある場合はMSC62への要求を取り下げ
てからWAIT状態へ遷移する。
上記のSND状態はステータスブロックをSNDC59を介し
てシステムバス32へ送出する状態である。PR-PORT56は
このSND状態において、SNDC59からの送信完了信号SND-A
CKでCMP状態へ遷移する。このCMP状態はMSC62へ送信完
を伝え、処理再開を要求する状態である。PR-PORT56は
このCMP状態においてMSC62から認識信号（＝送信要求）
の取り下げがあると、前記WAIT状態へ遷移する。
てシステムバス32へ送出する状態である。PR-PORT56は
このSND状態において、SNDC59からの送信完了信号SND-A
CKでCMP状態へ遷移する。このCMP状態はMSC62へ送信完
を伝え、処理再開を要求する状態である。PR-PORT56は
このCMP状態においてMSC62から認識信号（＝送信要求）
の取り下げがあると、前記WAIT状態へ遷移する。
再び第４図に戻って説明するに、アクセス制御ユニッ
ト（BSC）57は、接続ユニット43がPM内部バス44のバス
スレーブとなった場合の制御を行うもので、指定された
レジスタのアドレス情報をデコードするための機能や、
PM内部バス44との間のタイミングをとるためのコントロ
ール機能等を備えて、PM内部バス44側からのデータ情報
を論理送信ポート51又は論理受信ポート53に通知してい
くとともに、論理送信ポート51又は論理受信ポート53側
からのデータ情報をPM内部バス44に通知していく。
ト（BSC）57は、接続ユニット43がPM内部バス44のバス
スレーブとなった場合の制御を行うもので、指定された
レジスタのアドレス情報をデコードするための機能や、
PM内部バス44との間のタイミングをとるためのコントロ
ール機能等を備えて、PM内部バス44側からのデータ情報
を論理送信ポート51又は論理受信ポート53に通知してい
くとともに、論理送信ポート51又は論理受信ポート53側
からのデータ情報をPM内部バス44に通知していく。
メモリアクセス制御ユニット（DMAC）58は、接続ユニ
ット43がPM内部バス44のバスマスタとなった場合に、主
シーケンス制御ユニット（MSC）62からの指示に従って
直接ローカルストレージユニット42をアクセスして、ロ
ーカルストレージユニット42とデュアルポートRAM61と
の間のデータ転送を実行する。
ット43がPM内部バス44のバスマスタとなった場合に、主
シーケンス制御ユニット（MSC）62からの指示に従って
直接ローカルストレージユニット42をアクセスして、ロ
ーカルストレージユニット42とデュアルポートRAM61と
の間のデータ転送を実行する。
第７図はこのDMAC58の入出力信号の一実施例を示し、
ブロック数カウンタ70等を有し、アクセス用のアドレス
情報を生成するための機能や、PM内部バス44との間のタ
イミングをとるためのコントロール機能等を備える。
ブロック数カウンタ70等を有し、アクセス用のアドレス
情報を生成するための機能や、PM内部バス44との間のタ
イミングをとるためのコントロール機能等を備える。
送信制御ユニット59は、物理送信ポート55及び物理受
信ポート56の要求に従って、共有システムバス32への送
信開始要求及び送信（メッセージブロックの送信／応答
の送信）の各制御を行う。受信制御ユニット60は、共有
システムバス32上を監視して、自ユニット番号に対して
のメッセージブロックや応答である場合には、そのデー
タをデュアルポートRAM61の対応のアドレスに格納して
から、物理送信ポート55あるいは物理受信ポート56を介
して、論理送信ポート51又は論理受信ポート53に通知す
る処理を行う。
信ポート56の要求に従って、共有システムバス32への送
信開始要求及び送信（メッセージブロックの送信／応答
の送信）の各制御を行う。受信制御ユニット60は、共有
システムバス32上を監視して、自ユニット番号に対して
のメッセージブロックや応答である場合には、そのデー
タをデュアルポートRAM61の対応のアドレスに格納して
から、物理送信ポート55あるいは物理受信ポート56を介
して、論理送信ポート51又は論理受信ポート53に通知す
る処理を行う。
デュアルポートRAM61には、上述した保留緩衝用バッ
ファの他に、論理送信ポート51及び論理受信ポート53の
ための作業領域が備えられている。このデュアルポート
RAM61は主シーケンス制御ユニット（MSC）62により、論
理送信ポート51,論理受信ポート53,アクセス制御ユニッ
ト57及びメモリアクセス制御ユニット58から構成される
PM内部バス44側のバス制御部からアクセスされるととも
に、物理送信ポート55,物理受信ポート56,送信制御ユニ
ット59及び受信制御ユニット60から構成される共有シス
テムバス32側のバス制御部からアクセスされる。
ファの他に、論理送信ポート51及び論理受信ポート53の
ための作業領域が備えられている。このデュアルポート
RAM61は主シーケンス制御ユニット（MSC）62により、論
理送信ポート51,論理受信ポート53,アクセス制御ユニッ
ト57及びメモリアクセス制御ユニット58から構成される
PM内部バス44側のバス制御部からアクセスされるととも
に、物理送信ポート55,物理受信ポート56,送信制御ユニ
ット59及び受信制御ユニット60から構成される共有シス
テムバス32側のバス制御部からアクセスされる。
第８図は前記主シーケンス制御ユニット（MSC）62の
一実施例の構成図を示す。同図に示すように、MSC62は
アービタ81,モードデコーダ82,フェーズシーケンスカウ
ンタ83,メインデコーダ84,ジェネレータ85,ワークバッ
ファ（WBUF）86,アドレスバッファ（ABUF）87,バイトカ
ウンタバッファ（BCT）88,終結コードバッファ（CSC）8
9,バッファ90,セレクタ91〜95,97,99,比較器96,RAMアド
レスバッファ98,RAMバッファ100などからなる。
一実施例の構成図を示す。同図に示すように、MSC62は
アービタ81,モードデコーダ82,フェーズシーケンスカウ
ンタ83,メインデコーダ84,ジェネレータ85,ワークバッ
ファ（WBUF）86,アドレスバッファ（ABUF）87,バイトカ
ウンタバッファ（BCT）88,終結コードバッファ（CSC）8
9,バッファ90,セレクタ91〜95,97,99,比較器96,RAMアド
レスバッファ98,RAMバッファ100などからなる。
セレクタ91〜95,97はバッファ86〜90,98の入力側に夫
々対応して設けられ、メインデコーダ84からのセレクト
信号に基づいてRAMバッファ100からのデータを切換出力
する。セレクタ91はBCT88,CSC89からのデータも選択出
力する。また、セレクタ94は比較器96の出力信号も選択
してCSC89へ出力する。更にセレクタ99はWBUF86,ABUF87
の各出力データを選択してデュアルポートメモリ61に供
給する。このデュアルポートメモリ61は前記したように
MSC62のワークエリアとして使用される。このMSC62は、
Ｓ−PORT51又はＲ−PORT53からの処理要求RQ,あるいはP
S-PORT55又はPR-PORT56からの状態通知をアービタ81が
受け、これらを適当な優先順に従って選択する。選択し
た時点からフェーズシーケンスカウンタ83が動作を開始
する。また、選択されたポートとそのポートの状態に応
じて動作モードが決定される。
々対応して設けられ、メインデコーダ84からのセレクト
信号に基づいてRAMバッファ100からのデータを切換出力
する。セレクタ91はBCT88,CSC89からのデータも選択出
力する。また、セレクタ94は比較器96の出力信号も選択
してCSC89へ出力する。更にセレクタ99はWBUF86,ABUF87
の各出力データを選択してデュアルポートメモリ61に供
給する。このデュアルポートメモリ61は前記したように
MSC62のワークエリアとして使用される。このMSC62は、
Ｓ−PORT51又はＲ−PORT53からの処理要求RQ,あるいはP
S-PORT55又はPR-PORT56からの状態通知をアービタ81が
受け、これらを適当な優先順に従って選択する。選択し
た時点からフェーズシーケンスカウンタ83が動作を開始
する。また、選択されたポートとそのポートの状態に応
じて動作モードが決定される。
続いて、MSC62は決定された動作ーモードとフェーズ
シーケンスカウンタ83の出力値で決まるフェーズに従っ
て、デュアルポートRAM61から順次情報を選択、加工し
ながらWBUFA86、ABUFA87、BCT88、CSC89の各バッファ群
に取り出して、再度デュアルポートRAM61に書き込み、
またその途中で必要に応じて第５図に示したDMAC58を起
動する。
シーケンスカウンタ83の出力値で決まるフェーズに従っ
て、デュアルポートRAM61から順次情報を選択、加工し
ながらWBUFA86、ABUFA87、BCT88、CSC89の各バッファ群
に取り出して、再度デュアルポートRAM61に書き込み、
またその途中で必要に応じて第５図に示したDMAC58を起
動する。
MSC62は動作モードによっては、上記フェーズの途中
又は最後にS-PORT51、R-PORT53、PS-PORT55又はPR-PORT
56を起動する。そして、上記のフェーズの最後で、MSC6
2はメインデコーダ84からアービタ81へエンド信号を送
出してアービタ81を開放し、またＳ−PORT51、Ｒ−PORT
53へトリガ信号やエラー信号を供給して各ポートの状態
を遷移させる。なお、場合によっては、メインデコーダ
84はアービタ81へコントロール信号を出力し、同一ポー
トで次処理を継続する場合がある。
又は最後にS-PORT51、R-PORT53、PS-PORT55又はPR-PORT
56を起動する。そして、上記のフェーズの最後で、MSC6
2はメインデコーダ84からアービタ81へエンド信号を送
出してアービタ81を開放し、またＳ−PORT51、Ｒ−PORT
53へトリガ信号やエラー信号を供給して各ポートの状態
を遷移させる。なお、場合によっては、メインデコーダ
84はアービタ81へコントロール信号を出力し、同一ポー
トで次処理を継続する場合がある。
次に、ハードウェア／ソフトウェア間の起動時インタ
フェースについて説明する。
フェースについて説明する。
第３図の中央処理装置41上で走行するソフトウェア
は、S-PORT51又はR-PORT53の起動にあたって、詳細な制
御内容を指示したディスクリプタをローカルストレージ
ユニット42に配置する。第９図はこのディスクリプタの
構成の一実施例を示す。
は、S-PORT51又はR-PORT53の起動にあたって、詳細な制
御内容を指示したディスクリプタをローカルストレージ
ユニット42に配置する。第９図はこのディスクリプタの
構成の一実施例を示す。
ローカルストレージユニット（LSU）42に配置される
ディスクリプタ（第１図の15）は、S-PORT51用とＲ−PO
RT53用とで同じ構成を採るものであって、16バイトを１
エントリとして、第９図のようにシーケンシャルの形式
で、あるいは分岐する形式に従って配置される。
ディスクリプタ（第１図の15）は、S-PORT51用とＲ−PO
RT53用とで同じ構成を採るものであって、16バイトを１
エントリとして、第９図のようにシーケンシャルの形式
で、あるいは分岐する形式に従って配置される。
このディスクリプタの先頭のエントリは、Ｓ−PORT51
/R−PORT53内の制御レジスタ（第４図の52,54）内の領
域「SPDSA」，「RPDSA」にセットされるアドレス情報に
よりポイントされる。各エントリには、ローカルストレ
ージユニット（LSU）42上の論理バッファ（例えば、各
々4Kバイトの容量を持つ）のアドレス情報やサイズ情報
等が記述される。
/R−PORT53内の制御レジスタ（第４図の52,54）内の領
域「SPDSA」，「RPDSA」にセットされるアドレス情報に
よりポイントされる。各エントリには、ローカルストレ
ージユニット（LSU）42上の論理バッファ（例えば、各
々4Kバイトの容量を持つ）のアドレス情報やサイズ情報
等が記述される。
第10図はこのディスクリプタのエントリの管理データ
の一実施例を示す。図中のＢビット、Ｃビットは、その
組み合わせにより、「BC＝01」のときには、本エントリ
の処理終了後にシーケンシャルに配置される次エントリ
への継続を指定し、「BC＝11」のときには、本エントリ
の表示するエントリへの分岐を指定し、「BC＝00」のと
きには、本エントリの処理終了後に処理を終結させるこ
とを指定し、「BC＝10」のときには、本エントリの処理
を実行せずに処理を終結させることを指定する。また、
第10図中のＤビットは、本エントリの処理完了時点での
ソフトウェアに対しての割り込みの有無を指定する。
の一実施例を示す。図中のＢビット、Ｃビットは、その
組み合わせにより、「BC＝01」のときには、本エントリ
の処理終了後にシーケンシャルに配置される次エントリ
への継続を指定し、「BC＝11」のときには、本エントリ
の表示するエントリへの分岐を指定し、「BC＝00」のと
きには、本エントリの処理終了後に処理を終結させるこ
とを指定し、「BC＝10」のときには、本エントリの処理
を実行せずに処理を終結させることを指定する。また、
第10図中のＤビットは、本エントリの処理完了時点での
ソフトウェアに対しての割り込みの有無を指定する。
また、第10図中、「BCT」で示す１バイトの情報フィ
ールドと「BUFA」で示す情報フィールドと「UID」で示
す情報フィールドはＳ−PORT51用とＲ−PORT53用とで異
なる内容を持つ。Ｓ−PORT51用のものはBCT情報フィー
ルドに、本エントリで扱うローカルストレージユニット
（LSU）42上の論理バッファのバイトサイズ（16バイト
単位、最大4Kバイト）が格納され、BUFA情報フィールド
に、該論理バッファの先頭アドレス（16バイトの境界ア
ドレス）が格納され、UID情報フィールドに、送信先の
処理モジュールの接続ユニット（MBC）43のユニット番
号が格納される。
ールドと「BUFA」で示す情報フィールドと「UID」で示
す情報フィールドはＳ−PORT51用とＲ−PORT53用とで異
なる内容を持つ。Ｓ−PORT51用のものはBCT情報フィー
ルドに、本エントリで扱うローカルストレージユニット
（LSU）42上の論理バッファのバイトサイズ（16バイト
単位、最大4Kバイト）が格納され、BUFA情報フィールド
に、該論理バッファの先頭アドレス（16バイトの境界ア
ドレス）が格納され、UID情報フィールドに、送信先の
処理モジュールの接続ユニット（MBC）43のユニット番
号が格納される。
一方、Ｒ−PORT53用のディスクリプタのエントリ管理
データは、BCT情報フィールドに通信モードに応じた論
理バッファのサイズ情報が格納され、BUFA情報フィール
ドに本エントリで扱うローカルストレージユニット42上
の論理バッファの先頭アドレスが格納され、UID情報フ
ィールドには受信した送信元の処理モジュールの接続ユ
ニット43のユニット番号が格納される。
データは、BCT情報フィールドに通信モードに応じた論
理バッファのサイズ情報が格納され、BUFA情報フィール
ドに本エントリで扱うローカルストレージユニット42上
の論理バッファの先頭アドレスが格納され、UID情報フ
ィールドには受信した送信元の処理モジュールの接続ユ
ニット43のユニット番号が格納される。
ここで、上記通信モードにはANYモードとSPECIFICモ
ードとがある。ANYモードは自分宛に送られてくる任意
のメッセージを受信するモードであって、通常用の通信
処理の際に使われるレベル０と、緊急用の通信処理の際
に使われるレベル１とがある。SPECIFICモードは予め送
信側と受信側の間で合意をとって、送信対象となってい
る大量のメッセージを汎用バッファでなくて指定のアド
レス領域に直接通信していくモードである。上記のＲ−
PORT53用のエントリ管理データのBCT情報フィールドに
は、ANYモードのときは受信したメッセージのサイズ情
報が格納され、SPECIFICモードでは予め指定されるサイ
ズ情報が格納される。
ードとがある。ANYモードは自分宛に送られてくる任意
のメッセージを受信するモードであって、通常用の通信
処理の際に使われるレベル０と、緊急用の通信処理の際
に使われるレベル１とがある。SPECIFICモードは予め送
信側と受信側の間で合意をとって、送信対象となってい
る大量のメッセージを汎用バッファでなくて指定のアド
レス領域に直接通信していくモードである。上記のＲ−
PORT53用のエントリ管理データのBCT情報フィールドに
は、ANYモードのときは受信したメッセージのサイズ情
報が格納され、SPECIFICモードでは予め指定されるサイ
ズ情報が格納される。
なお、BCビットがエントリの分岐を指定しているとき
には、BUFA情報フィールドには分岐先のエントリのアド
レス情報が格納されるが、BCT情報フィールドやUID情報
フィールドには何も設定されない。
には、BUFA情報フィールドには分岐先のエントリのアド
レス情報が格納されるが、BCT情報フィールドやUID情報
フィールドには何も設定されない。
中央処理装置41上で走行するソフトウェアは、ローカ
ルストレージユニット42にディスクリプタを配置する
と、次に、Ｓ−PORT51を起動するときには、Ｓ−PORT51
の制御レジスタ52に制御指示を書き込み、また、Ｒ−PO
RT53を起動するときには、Ｒ−PORT53の制御レジスタ54
に制御指示を書き込んでいくよう処理する。
ルストレージユニット42にディスクリプタを配置する
と、次に、Ｓ−PORT51を起動するときには、Ｓ−PORT51
の制御レジスタ52に制御指示を書き込み、また、Ｒ−PO
RT53を起動するときには、Ｒ−PORT53の制御レジスタ54
に制御指示を書き込んでいくよう処理する。
第11図は、Ｓ−PORT51の制御レジスタ52に設定される
制御指示データの一実施例、第12図は、Ｒ−PORT53の制
御レジスタ54に設定される制御指示データの一実施例を
示す。第11図において、「SPDSA」と「SPODF」と「SPFC
P」とが、中央処理装置41で走行するソフトウェアのラ
イトする領域であり、ソフトウェアは、この「SPDSA」
に、制御を開始する最初のディスクリプタのアドレス情
報DSAを書き込み、「SPODF」に、上述したANYモードの
レベル0,ANYモードのレベル1,SPECIFICモードのいずれ
の通信モードで通信処理を行うのかの指示を書き込み、
「SPFCP」に、動作中の強制終了の指示を書き込む。
制御指示データの一実施例、第12図は、Ｒ−PORT53の制
御レジスタ54に設定される制御指示データの一実施例を
示す。第11図において、「SPDSA」と「SPODF」と「SPFC
P」とが、中央処理装置41で走行するソフトウェアのラ
イトする領域であり、ソフトウェアは、この「SPDSA」
に、制御を開始する最初のディスクリプタのアドレス情
報DSAを書き込み、「SPODF」に、上述したANYモードの
レベル0,ANYモードのレベル1,SPECIFICモードのいずれ
の通信モードで通信処理を行うのかの指示を書き込み、
「SPFCP」に、動作中の強制終了の指示を書き込む。
また、第11図中、「SPOPS」と、「SPCST」とが、接続
ユニット43側で書き込んでソフトウェアがリードしてい
く領域であり、接続ユニット43は、この「SPOPS」に、
処理進行中のディスクリプタのエントリのアドレス情報
CDSAを書き込み、「SPCST」に、終了状態情報CSCを書き
込む。ここで説明した「SPODF」へのライトアクセスが
実行されると、Ｓ−PORT51は起動される。
ユニット43側で書き込んでソフトウェアがリードしてい
く領域であり、接続ユニット43は、この「SPOPS」に、
処理進行中のディスクリプタのエントリのアドレス情報
CDSAを書き込み、「SPCST」に、終了状態情報CSCを書き
込む。ここで説明した「SPODF」へのライトアクセスが
実行されると、Ｓ−PORT51は起動される。
一方、第12図において、「RPDSA」と「RPODF」と「RP
FCP」と「RPSSI」とが、中央処理装置41で走行するソフ
トウェアのライトする領域である。ソフトウェアは、こ
の領域「RPDSA」に、制御を開始する最初のディスクリ
プタのアドレス情報を書き込み、「RPODF」に、動作モ
ードの指定を書き込み、「RPFCP」に、動作中の強制終
了の指示を書き込み、「RPSSI」に、起動前にSPECIFIC
モードの場合に指定された送信元の接続ユニット43のユ
ニット番号を書き込む。
FCP」と「RPSSI」とが、中央処理装置41で走行するソフ
トウェアのライトする領域である。ソフトウェアは、こ
の領域「RPDSA」に、制御を開始する最初のディスクリ
プタのアドレス情報を書き込み、「RPODF」に、動作モ
ードの指定を書き込み、「RPFCP」に、動作中の強制終
了の指示を書き込み、「RPSSI」に、起動前にSPECIFIC
モードの場合に指定された送信元の接続ユニット43のユ
ニット番号を書き込む。
また、第12図中、「RPOPS」と、「RPCST」とが、接続
ユニット43側で書き込んでソフトウェアがリードしてい
く領域である。接続ユニット43は、この「RPOPS」に、
処理進行中のディスクリプタのエントリのアドレス情報
CDSAを書き込み、「RPCST」に、終了状態情報CSCを書き
込む。ここで説明した「RPODF」へのライトアクセスが
実行されると、論理受信ポート53は起動される。ここ
で、「RPSSI」に書き込まれるユニット番号は、SPECIFI
Cモードでの受信処理の際に、送信元として指定された
接続ユニット43からのメッセージであるのかの判断に用
いられる。
ユニット43側で書き込んでソフトウェアがリードしてい
く領域である。接続ユニット43は、この「RPOPS」に、
処理進行中のディスクリプタのエントリのアドレス情報
CDSAを書き込み、「RPCST」に、終了状態情報CSCを書き
込む。ここで説明した「RPODF」へのライトアクセスが
実行されると、論理受信ポート53は起動される。ここ
で、「RPSSI」に書き込まれるユニット番号は、SPECIFI
Cモードでの受信処理の際に、送信元として指定された
接続ユニット43からのメッセージであるのかの判断に用
いられる。
中央処理装置41で走行するソフトウェアは、２個以上
用意されるＲ−PORT53の内、少なくとも１個について
は、定常の通信処理を実行していくために、ANYモード
のレベル０の通信モードに指定して起動しておく必要が
あるとともに、少なくとも１個については、緊急の通信
処理を実行していくために、ANYモードのレベル１の通
信モードに指定して起動しておく必要がある。このよう
に用意しておくことで、緊急用のメッセージを定常処理
のメッセージを擾乱させることなく通信できるようにな
る。
用意されるＲ−PORT53の内、少なくとも１個について
は、定常の通信処理を実行していくために、ANYモード
のレベル０の通信モードに指定して起動しておく必要が
あるとともに、少なくとも１個については、緊急の通信
処理を実行していくために、ANYモードのレベル１の通
信モードに指定して起動しておく必要がある。このよう
に用意しておくことで、緊急用のメッセージを定常処理
のメッセージを擾乱させることなく通信できるようにな
る。
各処理モジュールのソフトウェアは、このANYモード
での送信処理が必要になったときには、いつでもＳ−PO
RT51を起動していくことになる。このとき、Ｓ−PORT51
用のディスクリプタのエントリのUID情報フィールドに
設定される送信元の接続ユニット43のユニット番号につ
いては、各エントリ毎に独立に設定することが可能であ
り、Ｓ−PORT51が複数備えられているときにあっては、
各Ｓ−PORT51に対しても独立に設定することが可能であ
る。これから、ソフトウェアは、同時に複数の処理モジ
ュール30に対して送信処理を行うことができる。
での送信処理が必要になったときには、いつでもＳ−PO
RT51を起動していくことになる。このとき、Ｓ−PORT51
用のディスクリプタのエントリのUID情報フィールドに
設定される送信元の接続ユニット43のユニット番号につ
いては、各エントリ毎に独立に設定することが可能であ
り、Ｓ−PORT51が複数備えられているときにあっては、
各Ｓ−PORT51に対しても独立に設定することが可能であ
る。これから、ソフトウェアは、同時に複数の処理モジ
ュール30に対して送信処理を行うことができる。
また、SPECIFICモード（以下SPCモードと記す）で通
信処理を行う場合、送信側の処理モジュール30のソフト
ウェアは、事前にANYモードを用いて受信側の処理モジ
ュール30に対して、SPCモードで通信を行う旨とその通
信のバイト長を通知していく必要がある。受信側の処理
モジュール30のソフトウェアは、上記通知を受け取ると
ディスクリプタの配置やＲ−PORT53の起動を含む受信準
備を整えた後、送信側の処理モジュール30に対して応答
メッセージを返信する。送信側の処理モジュール30のソ
フトウェアは、この応答メッセージを確認すると、Ｓ−
PORT51をSPCモードで起動し、SPCモードでの通信処理を
実行する。
信処理を行う場合、送信側の処理モジュール30のソフト
ウェアは、事前にANYモードを用いて受信側の処理モジ
ュール30に対して、SPCモードで通信を行う旨とその通
信のバイト長を通知していく必要がある。受信側の処理
モジュール30のソフトウェアは、上記通知を受け取ると
ディスクリプタの配置やＲ−PORT53の起動を含む受信準
備を整えた後、送信側の処理モジュール30に対して応答
メッセージを返信する。送信側の処理モジュール30のソ
フトウェアは、この応答メッセージを確認すると、Ｓ−
PORT51をSPCモードで起動し、SPCモードでの通信処理を
実行する。
次に、処理モジュール30間のデータ転送方式について
詳細に説明する。
詳細に説明する。
この実施例では、ディスクリプタの１エントリで指定
できる論理バッファのバイトサイズを最大4Kバイト（16
バイト単位）で想定していることから、ディスクリプタ
の１エントリで指定できるメッセージの最大長は4Kバイ
トである。一方、共有システムバス32で一度に転送でき
るメッセージの単位は例えば256バイトと比較的小さな
ものとなっている。
できる論理バッファのバイトサイズを最大4Kバイト（16
バイト単位）で想定していることから、ディスクリプタ
の１エントリで指定できるメッセージの最大長は4Kバイ
トである。一方、共有システムバス32で一度に転送でき
るメッセージの単位は例えば256バイトと比較的小さな
ものとなっている。
これから、本実施例の接続ユニット43は、メッセージ
を共有システムバス32の転送単位である256バイトずつ
に分割して転送を行い、端数については、最後のブロッ
クで転送するという構成を採るものである。そして、送
信側の接続ユニット43は、この共有システムバス32上の
各転送単位に対して、一連のメッセージの開始ブロック
と中間ブロックと最終ブロックとを識別させるために、
Ｆ（First）/M（Middle）/L（Last）/S（single）とい
う識別子を付加する。一方、受信側の接続ユニット43
は、この識別子に従って送られてくるメッセージの再組
み立て処理する。
を共有システムバス32の転送単位である256バイトずつ
に分割して転送を行い、端数については、最後のブロッ
クで転送するという構成を採るものである。そして、送
信側の接続ユニット43は、この共有システムバス32上の
各転送単位に対して、一連のメッセージの開始ブロック
と中間ブロックと最終ブロックとを識別させるために、
Ｆ（First）/M（Middle）/L（Last）/S（single）とい
う識別子を付加する。一方、受信側の接続ユニット43
は、この識別子に従って送られてくるメッセージの再組
み立て処理する。
ここで、送信側の接続ユニット43は、送信メッセージ
に対して、この識別子の他に通信モードと、送信元であ
る自らのユニット番号と、送信先の接続ユニット43のユ
ニット番号と、送信するバイト長と、送信元のＳ−PORT
51のポート番号（省略することも可能である）とをコマ
ンドに付加して送信する。
に対して、この識別子の他に通信モードと、送信元であ
る自らのユニット番号と、送信先の接続ユニット43のユ
ニット番号と、送信するバイト長と、送信元のＳ−PORT
51のポート番号（省略することも可能である）とをコマ
ンドに付加して送信する。
ANYモードでは、ディスクリプタの各エントリの指定
する論理バッファ上のメッセージを一転送単位をなすメ
ッセージとして扱って、通信先の処理モジュール30に転
送していく。このANYモードの場合、転送対象のメッセ
ージの長さが256×２バイトを超える場合には、第13図
（ａ）に示すように、最初の256バイト分のメッセージ
に識別子Ｆを付加して転送し、以後、順に256バイトず
つ識別子Ｍを付加して転送し、最後に、残りの端数のバ
イト分に識別子Ｌを付加して転送する。
する論理バッファ上のメッセージを一転送単位をなすメ
ッセージとして扱って、通信先の処理モジュール30に転
送していく。このANYモードの場合、転送対象のメッセ
ージの長さが256×２バイトを超える場合には、第13図
（ａ）に示すように、最初の256バイト分のメッセージ
に識別子Ｆを付加して転送し、以後、順に256バイトず
つ識別子Ｍを付加して転送し、最後に、残りの端数のバ
イト分に識別子Ｌを付加して転送する。
転送対象のメッセージの長さが256バイトから256バイ
ト×２バイトの間にあるときには、第13図（ｂ）に示す
ように、最初の256バイト分のメッセージに識別子Ｆを
付加して転送し、続いて、残りの端数のバイト分に識別
子Ｌを付加して転送する。また、転送対象のメッセージ
の長さが256バイト以下である場合には、第13図（ｃ）
に示すように、そのバイト分のメッセージに識別子Ｓを
付加して転送する。
ト×２バイトの間にあるときには、第13図（ｂ）に示す
ように、最初の256バイト分のメッセージに識別子Ｆを
付加して転送し、続いて、残りの端数のバイト分に識別
子Ｌを付加して転送する。また、転送対象のメッセージ
の長さが256バイト以下である場合には、第13図（ｃ）
に示すように、そのバイト分のメッセージに識別子Ｓを
付加して転送する。
このように、ANYモードでは、送信側／受信側とも、
一連のＦ〜Ｌブロックの転送か、１つのＳブロックの転
送でもって転送処理が終了する。また、F,Mブロックに
ついては常に256バイトでもって転送され、S,Lブロック
については256バイトかそれ以下でもって転送されるこ
とになる。
一連のＦ〜Ｌブロックの転送か、１つのＳブロックの転
送でもって転送処理が終了する。また、F,Mブロックに
ついては常に256バイトでもって転送され、S,Lブロック
については256バイトかそれ以下でもって転送されるこ
とになる。
これに対して、SPCモードでは、ディスクリプタのチ
ェーンに繋がれるエントリの指定する論理バッファ上の
メッセージ全体を一転送単位をなすメッセージとして扱
って、送信先の処理モジュール30のチェーンで繋がれる
論理バッファに転送していく。
ェーンに繋がれるエントリの指定する論理バッファ上の
メッセージ全体を一転送単位をなすメッセージとして扱
って、送信先の処理モジュール30のチェーンで繋がれる
論理バッファに転送していく。
SPCモードがこのような転送方式を採るのは、細切れ
のままで送れるようにすることで、ANYモードのように
汎用的な論理バッファであるために必要となる送信側及
び受信側のローカルストレージユニット42内でのデータ
再転送に要するオーバーヘッドの削減を図るためであ
り、更に、汎用的に用意される論理バッファのサイズに
左右されないで大量のメッセージを送れるようにするた
めである。
のままで送れるようにすることで、ANYモードのように
汎用的な論理バッファであるために必要となる送信側及
び受信側のローカルストレージユニット42内でのデータ
再転送に要するオーバーヘッドの削減を図るためであ
り、更に、汎用的に用意される論理バッファのサイズに
左右されないで大量のメッセージを送れるようにするた
めである。
このSPCモードの場合、第14図に示すように、最初の
エントリの開始ブロックについてはＦブロックであり、
最終エントリの最終ブロックについてはＬブロックであ
り、それ以外の中間エントリについてはＭブロックとな
る。そして、送信側の接続ユニット43は、256バイト単
位又はエントリのバッファ境界までを１転送ブロックと
して転送する。また、受信側の接続ユニット43は、転送
ブロックの途中でエントリのバッファ境界を検出する
と、次のエントリの論理バッファへのストア処理を行っ
ていく。
エントリの開始ブロックについてはＦブロックであり、
最終エントリの最終ブロックについてはＬブロックであ
り、それ以外の中間エントリについてはＭブロックとな
る。そして、送信側の接続ユニット43は、256バイト単
位又はエントリのバッファ境界までを１転送ブロックと
して転送する。また、受信側の接続ユニット43は、転送
ブロックの途中でエントリのバッファ境界を検出する
と、次のエントリの論理バッファへのストア処理を行っ
ていく。
このように、SPCモードでは、F,Mブロックであっても
256バイトとは限られず、また、送信側と受信側のエン
トリの更新は必ずしも同期しない。但し、送信側の全エ
ントリの論理バッファのサイズの合計と、受信側の全エ
ントリの論理バッファのサイズの合計とは一致すること
は言うまでもない。本発明ではこの一致を確認していく
手段を備えることで、SPCモードにおけるメッセージの
冗送・脱送を検出していく構成を採っている。
256バイトとは限られず、また、送信側と受信側のエン
トリの更新は必ずしも同期しない。但し、送信側の全エ
ントリの論理バッファのサイズの合計と、受信側の全エ
ントリの論理バッファのサイズの合計とは一致すること
は言うまでもない。本発明ではこの一致を確認していく
手段を備えることで、SPCモードにおけるメッセージの
冗送・脱送を検出していく構成を採っている。
本発明において、一連のメッセージ通信中、送信側の
Ｓ−PORT51と、受信側のＲ−PORT53との間の論理的接続
は、Ｆブロックの送受信によって開始し、Ｌブロックの
送受信によって終結する。ここで、この論理的接続の接
続情報は、送信側のＳ−PORT51と受信側のＲ−PORT53と
で保持する。
Ｓ−PORT51と、受信側のＲ−PORT53との間の論理的接続
は、Ｆブロックの送受信によって開始し、Ｌブロックの
送受信によって終結する。ここで、この論理的接続の接
続情報は、送信側のＳ−PORT51と受信側のＲ−PORT53と
で保持する。
一般的に、各接続ユニット43の複数のＳ−PORT51は、
それぞれ同時に、他の接続ユニット25のＲ−PORT53との
間に論理的接続関係を持つことになる。
それぞれ同時に、他の接続ユニット25のＲ−PORT53との
間に論理的接続関係を持つことになる。
各接続ユニット43のMSC62は自接続ユニット43の物理
送信ポート（PS-PORT）55を切り換えていく。この切り
換え処理は、ディスクリプタの１エントリを単位にして
実行される。各接続ユニット43の複数のPS-PORT55の処
理は、このMSC62の切り換え処理によりエントリ単位に
交互に実行されシリアライズされる。
送信ポート（PS-PORT）55を切り換えていく。この切り
換え処理は、ディスクリプタの１エントリを単位にして
実行される。各接続ユニット43の複数のPS-PORT55の処
理は、このMSC62の切り換え処理によりエントリ単位に
交互に実行されシリアライズされる。
これから、ANYモードのときには、エントリ単位毎に
送信側のＳ−PORT51と受信側のＲ−PORT53との間の論理
的接続関係が終結していく。これに対して、SPCモード
のときには、複数のエントリで１つのメッセージが構成
されるので、メッセージ単位の間中送信側のＳ−PORT51
と受信側のＲ−PORT53との論理的接続が保持されたまま
で、PS-PORT55の切り換えが行われていく。
送信側のＳ−PORT51と受信側のＲ−PORT53との間の論理
的接続関係が終結していく。これに対して、SPCモード
のときには、複数のエントリで１つのメッセージが構成
されるので、メッセージ単位の間中送信側のＳ−PORT51
と受信側のＲ−PORT53との論理的接続が保持されたまま
で、PS-PORT55の切り換えが行われていく。
第15図は、このPS-PORT55の切り換え処理の一例を示
す。すなわち、PS-PORT55は、まず最初に０番の論理送
信ポート（Ｓ−PORT）510のエントリＡのメッセージを
送信し、次に１番の論理送信ポート（Ｓ−PORT）511の
エントリＤのメッセージを送信し、続いてＳ−PORT510
のエントリＢのメッセージを送信し、続いてＳ−PORT51
1のエントリＥのメッセージを送信するというように、
Ｓ−PORT510及び511の出力メッセージを切換処理してい
く。
す。すなわち、PS-PORT55は、まず最初に０番の論理送
信ポート（Ｓ−PORT）510のエントリＡのメッセージを
送信し、次に１番の論理送信ポート（Ｓ−PORT）511の
エントリＤのメッセージを送信し、続いてＳ−PORT510
のエントリＢのメッセージを送信し、続いてＳ−PORT51
1のエントリＥのメッセージを送信するというように、
Ｓ−PORT510及び511の出力メッセージを切換処理してい
く。
これにより、ソフトウェアは２つのＳ−PORT510及び5
11が起動されているときに、その起動要求のあった２つ
のＳ−PORT510，511の送信処理を実行していくよう処理
する。なお、PS-PORT55は、共有システムバス32のプロ
トコルに従って転送ブロック毎に通信先のＲ−PORT53と
切り離される。MSC62の制御処理により、１エントリの
全メッセージの送信が完了するまでの間、他方のＳ−PO
RT510又は511はPS-PORT55に接続されることのないよう
に処理される。
11が起動されているときに、その起動要求のあった２つ
のＳ−PORT510，511の送信処理を実行していくよう処理
する。なお、PS-PORT55は、共有システムバス32のプロ
トコルに従って転送ブロック毎に通信先のＲ−PORT53と
切り離される。MSC62の制御処理により、１エントリの
全メッセージの送信が完了するまでの間、他方のＳ−PO
RT510又は511はPS-PORT55に接続されることのないよう
に処理される。
各接続ユニット43のPR-PORT56は、メッセージブロッ
クを受信すると受信開始をMSC62に通知する。この通知
を受け取ると、MSC62は、先ず最初に、送信元となって
いる接続ユニット43を識別し、更に、通信モードがANY
モードであって、いずれのＲ−PORT53も識別された接続
ユニット43との間に論理的接続関係を有していない場合
には、送られてきたメッセージブロックとレベルが一致
するＲ−PORTでもってメッセージブロックを受信するよ
う制御する。
クを受信すると受信開始をMSC62に通知する。この通知
を受け取ると、MSC62は、先ず最初に、送信元となって
いる接続ユニット43を識別し、更に、通信モードがANY
モードであって、いずれのＲ−PORT53も識別された接続
ユニット43との間に論理的接続関係を有していない場合
には、送られてきたメッセージブロックとレベルが一致
するＲ−PORTでもってメッセージブロックを受信するよ
う制御する。
このときに受信するメッセージブロックはＦブロック
かＳブロックでなければならないので、この受信したメ
ッセージブロックがＦブロック又はＳブロックである場
合には、この論理的接続は正常なものとして継続してい
く。これに対して、受信したメッセージブロックがＭブ
ロック又はＬブロックである場合には、何らかのプロト
コルエラーであるので、MSC62はPR-PORT56及び送信制御
ユニット（SNDC）59を介してその旨を送信元の接続ユニ
ット43に通知するとともに、いずれのＲ−PORT53との接
続も行なわない。また、受信可能なＲ−PORT53がない場
合にも、その旨を送信元の接続ユニット43に通知する。
かＳブロックでなければならないので、この受信したメ
ッセージブロックがＦブロック又はＳブロックである場
合には、この論理的接続は正常なものとして継続してい
く。これに対して、受信したメッセージブロックがＭブ
ロック又はＬブロックである場合には、何らかのプロト
コルエラーであるので、MSC62はPR-PORT56及び送信制御
ユニット（SNDC）59を介してその旨を送信元の接続ユニ
ット43に通知するとともに、いずれのＲ−PORT53との接
続も行なわない。また、受信可能なＲ−PORT53がない場
合にも、その旨を送信元の接続ユニット43に通知する。
一方、通信モードがANYモードであって、いずれかの
Ｒ−PORT53が識別された接続ユニット43との間に論理的
接続関係を有している場合には、MSC62は、そのＲ−POR
T53でもってメッセージブロックを受信するよう制御す
る。このときに受信するメッセージブロックはＭブロッ
クかＬブロックでなければならないので、この受信した
メッセージブロックがＭブロックである場合には、この
論理的接続は正常なものとして継続し、Ｌブロックであ
る場合には、正常のものとして論理的接続を終結する。
Ｒ−PORT53が識別された接続ユニット43との間に論理的
接続関係を有している場合には、MSC62は、そのＲ−POR
T53でもってメッセージブロックを受信するよう制御す
る。このときに受信するメッセージブロックはＭブロッ
クかＬブロックでなければならないので、この受信した
メッセージブロックがＭブロックである場合には、この
論理的接続は正常なものとして継続し、Ｌブロックであ
る場合には、正常のものとして論理的接続を終結する。
これに対して、受信したメッセージブロックがＦブロ
ック又はＳブロックである場合には、何らかのプロトコ
ルエラーであるので、MSC62はPR-PORT56及びSNDC59を介
してその旨を送信元の接続ユニット43に通知するととも
に、受信したＲ−PORT53を異常終結させる。
ック又はＳブロックである場合には、何らかのプロトコ
ルエラーであるので、MSC62はPR-PORT56及びSNDC59を介
してその旨を送信元の接続ユニット43に通知するととも
に、受信したＲ−PORT53を異常終結させる。
通信モードがSPCモードである場合には、いずれのＲ
−PORT53が送信元の接続ユニット43からのメッセージブ
ロックを受信すべく準備されているので、MSC62は、そ
のＲ−PORT53でもってメッセージブロックを受信するよ
う制御する。SPCモードでも、ANYモードと同様に、開始
ブロックはＦブロックかＳブロックであり、以後Ｍブロ
ックの連続の後にＬブロックで終結する。SPCモードの
場合、送信側や受信側のエントリの更新、それに伴うPS
-PORT55によるエントリ単位の交互処理に応じて、送信
されるメッセージに一時的な中断が発生する。なお、SP
Cモードにおいても、同一の接続ユニット43の複数のＳ
−PORT51との間に、同時に複数の論理的接続関係を持つ
ことは許されないことに変わりはない。
−PORT53が送信元の接続ユニット43からのメッセージブ
ロックを受信すべく準備されているので、MSC62は、そ
のＲ−PORT53でもってメッセージブロックを受信するよ
う制御する。SPCモードでも、ANYモードと同様に、開始
ブロックはＦブロックかＳブロックであり、以後Ｍブロ
ックの連続の後にＬブロックで終結する。SPCモードの
場合、送信側や受信側のエントリの更新、それに伴うPS
-PORT55によるエントリ単位の交互処理に応じて、送信
されるメッセージに一時的な中断が発生する。なお、SP
Cモードにおいても、同一の接続ユニット43の複数のＳ
−PORT51との間に、同時に複数の論理的接続関係を持つ
ことは許されないことに変わりはない。
通常、各接続ユニット43のPR-PORT56には、他の複数
の接続ユニット43のＳ−PORT51からのメッセージの転送
ブロックが転送されてくる。このため、各接続ユニット
43のMSC62は転送されてきた転送ブロックを自接続ユニ
ット43のＲ−PORT53に振り分けていく必要がある。
の接続ユニット43のＳ−PORT51からのメッセージの転送
ブロックが転送されてくる。このため、各接続ユニット
43のMSC62は転送されてきた転送ブロックを自接続ユニ
ット43のＲ−PORT53に振り分けていく必要がある。
この振り分け処理は、Ｒ−PORT53の管理する論理的接
続情報を参照しながら、入力単位となる転送ブロックを
単位にして実行される。各接続ユニット43の複数のＲ−
PORT53は、このMSC62の振り分け処理に従って、一連の
メッセージを正確に受信していく。
続情報を参照しながら、入力単位となる転送ブロックを
単位にして実行される。各接続ユニット43の複数のＲ−
PORT53は、このMSC62の振り分け処理に従って、一連の
メッセージを正確に受信していく。
上記の論理的接続情報はコマンドブロック（メッセー
ジブロック）のヘッダ部にある。第16図はシステムバス
32上でのメッセージブロックのフォーマットの一例を示
す。同図に示すようにメッセージブロックはヘッダ部11
0とデータ部111とからなる。データ部111は１ワード当
り４バイトのデータがＮワードからなる。
ジブロック）のヘッダ部にある。第16図はシステムバス
32上でのメッセージブロックのフォーマットの一例を示
す。同図に示すようにメッセージブロックはヘッダ部11
0とデータ部111とからなる。データ部111は１ワード当
り４バイトのデータがＮワードからなる。
ヘッダ部110中の＃１〜＃３の３ビットは転送ブロッ
ク種を示し、“010"のときメッセージブロックであるこ
とを示す。またSID,DIDはソース識別子、デスチネーシ
ョン識別子で、前者は転送ブロックの送信バスコントロ
ーラのシステムバス上のIDで、転送ブロックがメッセー
ジブロックの場合、送信処理モジュールの接続ユニット
43を示し、後者は転送ブロックの受信バスコントローラ
のシステムバス上のIDで、転送ブロックがメッセージブ
ロックの場合、受信処理モジュールの接続ユニット43を
示す。
ク種を示し、“010"のときメッセージブロックであるこ
とを示す。またSID,DIDはソース識別子、デスチネーシ
ョン識別子で、前者は転送ブロックの送信バスコントロ
ーラのシステムバス上のIDで、転送ブロックがメッセー
ジブロックの場合、送信処理モジュールの接続ユニット
43を示し、後者は転送ブロックの受信バスコントローラ
のシステムバス上のIDで、転送ブロックがメッセージブ
ロックの場合、受信処理モジュールの接続ユニット43を
示す。
また、MDはANYモードかSPCモードかを示す２ビットの
識別子で、“00"のときANY0モード、“01"のときANY1モ
ード、“10" のときSPCモードであることを示す。SQは
２ビットのブロック識別子で、“00"のときＳブロッ
ク、“01"のときＦブロック、“10"のときＭブロック、
“11"のときＬブロックであることを示す。前記した第
８図のMSC62中のバッファ90はこの識別子MDとSQを格納
し、それをジェネレータ85よりのＦブロック待ちかＭブ
ロック待ちかを示す信号と比較器96で比較させる。
識別子で、“00"のときANY0モード、“01"のときANY1モ
ード、“10" のときSPCモードであることを示す。SQは
２ビットのブロック識別子で、“00"のときＳブロッ
ク、“01"のときＦブロック、“10"のときＭブロック、
“11"のときＬブロックであることを示す。前記した第
８図のMSC62中のバッファ90はこの識別子MDとSQを格納
し、それをジェネレータ85よりのＦブロック待ちかＭブ
ロック待ちかを示す信号と比較器96で比較させる。
また、第16図において、DLはメッセージブロックのブ
ロック長（データ部111の長さ）を示す。またDPMはメッ
セージの受信処理モジュールのIDで、通常は前記DIDと
同一である。また、SPMはメッセージの送信処理モジュ
ールのIDで、通常は前記SIDと同一である。
ロック長（データ部111の長さ）を示す。またDPMはメッ
セージの受信処理モジュールのIDで、通常は前記DIDと
同一である。また、SPMはメッセージの送信処理モジュ
ールのIDで、通常は前記SIDと同一である。
なお、受信したメッセージの処理結果を示すシステム
32上のステータスブロックは第17図に示す如きフォーマ
ットとされている。同図中、＃１〜＃３の３ビットは転
送ブロック種を示し、“111"のときステータスブロック
であることを示す。また、SIDはソース識別子で、転送
ブロックの送信バスコントローラのシステムバス32上の
IDで、メッセージブロックに対するステータスの場合は
メッセージブロックのSIDと逆に受信処理モジュールの
接続ユニット43を示す。
32上のステータスブロックは第17図に示す如きフォーマ
ットとされている。同図中、＃１〜＃３の３ビットは転
送ブロック種を示し、“111"のときステータスブロック
であることを示す。また、SIDはソース識別子で、転送
ブロックの送信バスコントローラのシステムバス32上の
IDで、メッセージブロックに対するステータスの場合は
メッセージブロックのSIDと逆に受信処理モジュールの
接続ユニット43を示す。
また、DIDはデスチネーションIDで、転送ブロックの
受信バスコントローラのシステムバス32上のIDで、メッ
セージブロックに対するステータスの場合は送信処理モ
ジュールの接続ユニット43を示す。また、OPCDはどの転
送ブロックに対するステータスであるかを示す３ビット
識別子で、“010"のときはメッセージブロックに対する
ステータスブロックであることを示す、更にCSCは転送
されたメッセージブロックに対する受信処理モジュール
内での処理結果を示すコードである。
受信バスコントローラのシステムバス32上のIDで、メッ
セージブロックに対するステータスの場合は送信処理モ
ジュールの接続ユニット43を示す。また、OPCDはどの転
送ブロックに対するステータスであるかを示す３ビット
識別子で、“010"のときはメッセージブロックに対する
ステータスブロックであることを示す、更にCSCは転送
されたメッセージブロックに対する受信処理モジュール
内での処理結果を示すコードである。
次に、PR-PORT56の振り分け処理の一例について第18
図と共に説明する。０番のPR-PORT560と、１番のPR-POR
T561には交互にメッセージブロックAF，BF，CF，AM1，B
M1，CM1，…が入力される。ここでアルファベットA,B,C
等はメッセージブロック種、すなわちメッセージ送信処
理モジュールの接続ユニット43の別を示し、また添字F,
M,Lは前記したＦブロック、Ｍブロック、Ｌブロックを
示す。
図と共に説明する。０番のPR-PORT560と、１番のPR-POR
T561には交互にメッセージブロックAF，BF，CF，AM1，B
M1，CM1，…が入力される。ここでアルファベットA,B,C
等はメッセージブロック種、すなわちメッセージ送信処
理モジュールの接続ユニット43の別を示し、また添字F,
M,Lは前記したＦブロック、Ｍブロック、Ｌブロックを
示す。
MSC62は前記した第16図のSIDやSPMに基づいて最初に
転送されてきた転送ブロックAFを０番のＲ−PORT530に
振り分け、次にPR-PORT561から転送されてきた転送ブロ
ックBFを１番のＲ−PORT531に振り分け、続いてPR-PORT
560から転送されてきた転送ブロックCFを２番のＲ−POR
T532に振り分け、続いてPR-PORT561から転送されてきた
転送ブロックAM1を０番のＲ−PORT530に振り分けてい
く。
転送されてきた転送ブロックAFを０番のＲ−PORT530に
振り分け、次にPR-PORT561から転送されてきた転送ブロ
ックBFを１番のＲ−PORT531に振り分け、続いてPR-PORT
560から転送されてきた転送ブロックCFを２番のＲ−POR
T532に振り分け、続いてPR-PORT561から転送されてきた
転送ブロックAM1を０番のＲ−PORT530に振り分けてい
く。
これにより、第18図に示すように、Ｒ−PORT530〜533
にはメッセージ種別で順番にメッセージが転送されるた
め、正確なメッセージの受信処理を実行できる。
にはメッセージ種別で順番にメッセージが転送されるた
め、正確なメッセージの受信処理を実行できる。
次に、障害処理について詳細に説明する。
本発明の一連のメッセージ通信処理中に発生し得る異
常は、大きく分けて、送信側の処理モジュール30内部に
おけるハードウェアエラーと、受信側の処理モジュール
30内部におけるハードウェアエラーと、共有システムバ
ス32での転送中のハードウェアエラーと、フロー制御の
擾乱等を含む送信側の処理モジュール30でのソフトウェ
アエラーと、フロー制御の擾乱等を含む受信側の処理モ
ジュール30でのソフトウェアエラーがある。
常は、大きく分けて、送信側の処理モジュール30内部に
おけるハードウェアエラーと、受信側の処理モジュール
30内部におけるハードウェアエラーと、共有システムバ
ス32での転送中のハードウェアエラーと、フロー制御の
擾乱等を含む送信側の処理モジュール30でのソフトウェ
アエラーと、フロー制御の擾乱等を含む受信側の処理モ
ジュール30でのソフトウェアエラーがある。
ここで、このような異常の検出は、送信側の接続ユニ
ット43,共有システムバス32〜受信側の接続ユニット43
の各所で行われる。通常、送信側と受信側との間に論理
的接続が開始する前には、送信側の動作開始をトリガと
して発生した異常は、送信側の処理モジュール30のソフ
トウェアにのみ通知され、また、受信動作に起因する異
常は、受信側の処理モジュール30のソフトウェアにのみ
通知される。
ット43,共有システムバス32〜受信側の接続ユニット43
の各所で行われる。通常、送信側と受信側との間に論理
的接続が開始する前には、送信側の動作開始をトリガと
して発生した異常は、送信側の処理モジュール30のソフ
トウェアにのみ通知され、また、受信動作に起因する異
常は、受信側の処理モジュール30のソフトウェアにのみ
通知される。
一方、送信側と受信側との間に論理的接続が発生した
後では、何らかの障害が発生した場合には、この論理的
接続状態を速やかに解除する必要がある。例えば、送信
側でのみ論理的接続状態が解除され、受信側で解除され
ないようなことが起こると、受信側のＲ−PORT53はハン
グアップする可能性があるからである。このような事態
を回避するために、極力双方の論理的接続状態を解除す
るようなハードウェア機構が具備されており、当該ハー
ドウェア機構のみで解除することができないような場合
には、更にソフトウェアとの連携により論理的接続状態
を解除することのできるハードウェア機構が用意されて
いる。
後では、何らかの障害が発生した場合には、この論理的
接続状態を速やかに解除する必要がある。例えば、送信
側でのみ論理的接続状態が解除され、受信側で解除され
ないようなことが起こると、受信側のＲ−PORT53はハン
グアップする可能性があるからである。このような事態
を回避するために、極力双方の論理的接続状態を解除す
るようなハードウェア機構が具備されており、当該ハー
ドウェア機構のみで解除することができないような場合
には、更にソフトウェアとの連携により論理的接続状態
を解除することのできるハードウェア機構が用意されて
いる。
ここで、共有システムバス32は、スプリット形式を採
っており、メッセージ通信は、送信側から受信側に送出
される前記した第19図のデータ形式のメッセージブロッ
クの転送と、受信側が送信側に転送するメッセージ転送
の受付状態を通知する前記した第20図のデータ形式のス
テータスブロックの転送とから構成されている。一連の
論理メッセージは、このメッセージ転送とそれに対して
のステータス転送との複数回の繰り返しにより完了す
る。そして、論理的接続中に発生し得る障害は、以下の
５通りに分類できる。
っており、メッセージ通信は、送信側から受信側に送出
される前記した第19図のデータ形式のメッセージブロッ
クの転送と、受信側が送信側に転送するメッセージ転送
の受付状態を通知する前記した第20図のデータ形式のス
テータスブロックの転送とから構成されている。一連の
論理メッセージは、このメッセージ転送とそれに対して
のステータス転送との複数回の繰り返しにより完了す
る。そして、論理的接続中に発生し得る障害は、以下の
５通りに分類できる。
共有システムバス32上でメッセージの転送中に検出
される障害。
される障害。
共有システムバス32上でステータス転送中に検出さ
れる障害。
れる障害。
受信側の処理モジュール30の内部処理（LSU42への
格納処理など）中に検出される障害。
格納処理など）中に検出される障害。
送信側の処理モジュール30の内部処理（LSU42から
の読出処理など）中に検出される障害。
の読出処理など）中に検出される障害。
送信側の処理モジュール30の重度障害の発生。
との障害の場合、エラーは送信側の処理モジュー
ル30に通知される。この通知を受け取ると、送信側の処
理モジュール30の接続ユニット43は、論理的接続状態を
解除するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウ
ェアに対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。
ル30に通知される。この通知を受け取ると、送信側の処
理モジュール30の接続ユニット43は、論理的接続状態を
解除するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウ
ェアに対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。
この通知を受け取ると、ソフトウェアは、第12図で説
明した制御レジスタ52のSPCSTレジスタに書き込まれた
終了状態情報CSCを読み出し、この検出結果に従って同
一メッセージを受信側の処理モジュール30に対して再送
する。共有システムバス32でのメッセージ転送中等の障
害であり、受信側の処理モジュール30では未だ論理的接
続状態が継続している場合があるからである。
明した制御レジスタ52のSPCSTレジスタに書き込まれた
終了状態情報CSCを読み出し、この検出結果に従って同
一メッセージを受信側の処理モジュール30に対して再送
する。共有システムバス32でのメッセージ転送中等の障
害であり、受信側の処理モジュール30では未だ論理的接
続状態が継続している場合があるからである。
この再送処理を受けて、受信側の処理モジュール30の
接続ユニット43は、論理的接続状態にあることでＭブロ
ックかＬブロックを待っているところに、同一の処理モ
ジュール30からＦブロックのメッセージが送られてくる
ことでプロトコル違反を検出し、これに従って論理的接
続状態を解除する。そして、中央処理装置41で走行する
ソフトウェアに対して、外部割り込みによりこの旨を通
知する。この障害処理により、送信側と受信側の双方で
論理的接続状態を解除できることになる。
接続ユニット43は、論理的接続状態にあることでＭブロ
ックかＬブロックを待っているところに、同一の処理モ
ジュール30からＦブロックのメッセージが送られてくる
ことでプロトコル違反を検出し、これに従って論理的接
続状態を解除する。そして、中央処理装置41で走行する
ソフトウェアに対して、外部割り込みによりこの旨を通
知する。この障害処理により、送信側と受信側の双方で
論理的接続状態を解除できることになる。
の障害の場合、エラーは受信側の処理モジュール30
に通知される。この通知を受け取ると、受信側の処理モ
ジュール30の接続ユニット43は、論理的接続状態を解除
するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。この
とき、送信側の処理モジュール30の接続ユニット43は、
ステータス転送を期待していてステータス転送期待のタ
イマを稼動させている。
に通知される。この通知を受け取ると、受信側の処理モ
ジュール30の接続ユニット43は、論理的接続状態を解除
するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。この
とき、送信側の処理モジュール30の接続ユニット43は、
ステータス転送を期待していてステータス転送期待のタ
イマを稼動させている。
そして、ステータス転送が所定の一定時間経過しても
受けられないと、タイムアウトを検出して論理的接続状
態を解除して、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。この
障害処理により、送信側と受信側の双方で論理的接続状
態を解除できることになる。
受けられないと、タイムアウトを検出して論理的接続状
態を解除して、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。この
障害処理により、送信側と受信側の双方で論理的接続状
態を解除できることになる。
の場合、障害が検出されると、その障害の発生時点
がステータスの送信前である場合には、受信側の処理モ
ジュール30の接続ユニット43は、ステータス転送により
送信側の処理モジュール30に障害発生を通知し、更に、
論理的接続状態を解除するとともに、中央処理装置41で
走行するソフトウェアに対して、外部割り込みによりこ
の旨を通知する。
がステータスの送信前である場合には、受信側の処理モ
ジュール30の接続ユニット43は、ステータス転送により
送信側の処理モジュール30に障害発生を通知し、更に、
論理的接続状態を解除するとともに、中央処理装置41で
走行するソフトウェアに対して、外部割り込みによりこ
の旨を通知する。
そして、送信側の処理モジュール30は、障害発生を通
知するステータスの受信により異常終結するとともに、
中央処理装置41で走行するソフトウェアに対して、外部
割り込みによりこの旨を通知する。この障害処理によ
り、送信側と受信側の双方で論理的接続状態を解除でき
ることになる。
知するステータスの受信により異常終結するとともに、
中央処理装置41で走行するソフトウェアに対して、外部
割り込みによりこの旨を通知する。この障害処理によ
り、送信側と受信側の双方で論理的接続状態を解除でき
ることになる。
一方、その障害の発生時点がステータスの送信後等に
より、送信側の処理モジュール30にステータス転送でも
って障害発生を通知できないような場合には、受信側の
処理モジュール30の接続ユニット43は、論理接続を解除
するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。
より、送信側の処理モジュール30にステータス転送でも
って障害発生を通知できないような場合には、受信側の
処理モジュール30の接続ユニット43は、論理接続を解除
するとともに、中央処理装置41で走行するソフトウェア
に対して、外部割り込みによりこの旨を通知する。
この通知を受け取るソフトウェアの処理に従って受信
側の処理モジュール30の接続ユニット43が再立ち上げら
れ、送信側の処理モジュール30からのＦブロック/Sブロ
ックを待つことになる。この状態にあるときに、送信側
の処理モジュール30からＭブロックかＬブロックが送ら
れてくるので、受信側の処理モジュール30の接続ユニッ
ト43は、ステータス転送により送信側のプロセッサモジ
ュール30に障害発生を通知する。
側の処理モジュール30の接続ユニット43が再立ち上げら
れ、送信側の処理モジュール30からのＦブロック/Sブロ
ックを待つことになる。この状態にあるときに、送信側
の処理モジュール30からＭブロックかＬブロックが送ら
れてくるので、受信側の処理モジュール30の接続ユニッ
ト43は、ステータス転送により送信側のプロセッサモジ
ュール30に障害発生を通知する。
この通知を受け取ると、送信側の処理モジュール30の
接続ユニット43は、論理的接続状態を解除するととも
に、中央処理装置41で走行するソフトウェアに対して、
外部割り込みによりこの旨を通知する。この障害処理に
より、送信側と受信側の双方で論理的接続状態を解除で
きることになる。
接続ユニット43は、論理的接続状態を解除するととも
に、中央処理装置41で走行するソフトウェアに対して、
外部割り込みによりこの旨を通知する。この障害処理に
より、送信側と受信側の双方で論理的接続状態を解除で
きることになる。
の場合、送信側の処理モジュール30は停止状態とな
るので、受信側の処理モジュール30は論理的接続状態で
ハングアップする。このハングアップを救済するため
に、受信側の処理モジュール30の中央処理装置41で走行
するソフトウェアは、Ｒ−PORT53の稼動状態を表示すべ
く備えられる第13図で説明した制御レジスタ54のRPOPS
レジスタの表示情報を周期的にポーリングして、所定の
一定時間以上論理的接続状態が継続していることを検出
する。
るので、受信側の処理モジュール30は論理的接続状態で
ハングアップする。このハングアップを救済するため
に、受信側の処理モジュール30の中央処理装置41で走行
するソフトウェアは、Ｒ−PORT53の稼動状態を表示すべ
く備えられる第13図で説明した制御レジスタ54のRPOPS
レジスタの表示情報を周期的にポーリングして、所定の
一定時間以上論理的接続状態が継続していることを検出
する。
そして、第13図で説明した制御レジスタ54のRPFCPレ
ジスタに、動作中の強制終了の指示を書き込むことで論
理接続状態の解除を指示する。この障害処理により、送
信側の処理モジュール30の重度障害に起因する受信側の
処理モジュール30の論理的接続状態のハングアップを解
消できる。
ジスタに、動作中の強制終了の指示を書き込むことで論
理接続状態の解除を指示する。この障害処理により、送
信側の処理モジュール30の重度障害に起因する受信側の
処理モジュール30の論理的接続状態のハングアップを解
消できる。
次に、上記の障害発生を送信側処理モジュールに通知
するステータスの発生及び転送方法について更に詳細に
説明する。ステータス転送は、コマンドを受けた論理受
信ポートがその処理結果を論理送信ポートに通知する為
に行われる動作で、送信ポートはステータスを確認しな
がらコマンドの転送を進めて行く。第19図及び第20図は
処理モジュール300と処理モジュール300との間のデータ
転送例を示す。本例は、4KBのデータを例えばANY0モー
ドで転送する場合を示している。この4KBのデータはシ
ステムバス32上で16回に分けて（１回256B）転送され
る。第19図及び第20図中D1〜D16は256Bのデータブロッ
クを表わし、システムバス32上には識別子（CMD:具体的
にはF/M/L）を付加して送り出される。S1からS16はそれ
ぞれのCMDに対するステータスである。
するステータスの発生及び転送方法について更に詳細に
説明する。ステータス転送は、コマンドを受けた論理受
信ポートがその処理結果を論理送信ポートに通知する為
に行われる動作で、送信ポートはステータスを確認しな
がらコマンドの転送を進めて行く。第19図及び第20図は
処理モジュール300と処理モジュール300との間のデータ
転送例を示す。本例は、4KBのデータを例えばANY0モー
ドで転送する場合を示している。この4KBのデータはシ
ステムバス32上で16回に分けて（１回256B）転送され
る。第19図及び第20図中D1〜D16は256Bのデータブロッ
クを表わし、システムバス32上には識別子（CMD:具体的
にはF/M/L）を付加して送り出される。S1からS16はそれ
ぞれのCMDに対するステータスである。
第19図に従って動作の流れを説明する。まず処理モジ
ュール300はD1をDMA転送でデュアルポートRAM61に取り
込み、コマンド（図ではＦ）を付加してシステムバス32
に送り出す。処理モジュール301はCMDとD1を接続ユニッ
ト43内のデュアルポートRAM61に取り込み、MSC62がデュ
アルポートRAM61内のCMDの内容を調べ論理受信ポート53
を起動する。論理受信ポート53はデータ部分D1をメモリ
にDMA転送すると、その結果からS1を生成し、デュアル
ポートRAM61を介してシステムバス32上に転送する。
ュール300はD1をDMA転送でデュアルポートRAM61に取り
込み、コマンド（図ではＦ）を付加してシステムバス32
に送り出す。処理モジュール301はCMDとD1を接続ユニッ
ト43内のデュアルポートRAM61に取り込み、MSC62がデュ
アルポートRAM61内のCMDの内容を調べ論理受信ポート53
を起動する。論理受信ポート53はデータ部分D1をメモリ
にDMA転送すると、その結果からS1を生成し、デュアル
ポートRAM61を介してシステムバス32上に転送する。
処理モジュール300は転送されてきたステータスS1を
取り込むとその内容をチェックし、正常終了であること
を確認すると、次のデータブロックD2をDMA転送でデュ
アルポートRAM61に取り込み、更に論理送信ポート51でC
MD（Ｍ）を付加してシステムバス32上に送出する。
取り込むとその内容をチェックし、正常終了であること
を確認すると、次のデータブロックD2をDMA転送でデュ
アルポートRAM61に取り込み、更に論理送信ポート51でC
MD（Ｍ）を付加してシステムバス32上に送出する。
処理モジュール301はCMD（Ｍ）及びD2を取り込むとCM
Dの内容をチェックし、D1を受けたのと同じ論理受信ポ
ートを選択し、コマンド受信処理を開始する。
Dの内容をチェックし、D1を受けたのと同じ論理受信ポ
ートを選択し、コマンド受信処理を開始する。
論理受信ポート53がD2をDMA転送するとその結果からS
2を作成しデュアルポートRAM61を介してシステムバス32
に転送する。処理モジュール300はステータスS2の内容
が正常終了であることを確認すると次のデータ転送に移
る。以降同様の転送を繰り返し、D15のステータスS15が
正常であれば、エントリ（4KB）最後のブロックD16をDM
A転送でデュアルポートRAM61に転送し、CMD（Ｌ）を付
加してシステムバスに送り出す。
2を作成しデュアルポートRAM61を介してシステムバス32
に転送する。処理モジュール300はステータスS2の内容
が正常終了であることを確認すると次のデータ転送に移
る。以降同様の転送を繰り返し、D15のステータスS15が
正常であれば、エントリ（4KB）最後のブロックD16をDM
A転送でデュアルポートRAM61に転送し、CMD（Ｌ）を付
加してシステムバスに送り出す。
処理モジュール301はCMD（Ｌ）及びD16を受信すると
コマンドの内容をチェックし、先と同じ論理受信ポート
53を選択し、コマンド受信処理を開始する。論理受信ポ
ート53はCMDが（Ｌ）を示しているので今までの転送デ
ータ長の累計が１エントリ（4KB）を超えていないかを
チェックし、OKであればD16をDMA転送する。さらに１エ
ントリが終わるので、対応するディスクリプタエントリ
（DESC）を更新（BCTやUIDを格納）し、そこまでの結果
からステータスS16を生成し、デュアルポートRAM61を介
してシステムバス32に転送する。ステータスの転送が正
常に完了するとその論理受信ポートが正常終了する（Ｃ
状態）。処理モジュール300がステータスS16を取り込む
とその内容をチェックし、正常であれば、論理送信ポー
ト51が正常終了する（Ｃ状態）。
コマンドの内容をチェックし、先と同じ論理受信ポート
53を選択し、コマンド受信処理を開始する。論理受信ポ
ート53はCMDが（Ｌ）を示しているので今までの転送デ
ータ長の累計が１エントリ（4KB）を超えていないかを
チェックし、OKであればD16をDMA転送する。さらに１エ
ントリが終わるので、対応するディスクリプタエントリ
（DESC）を更新（BCTやUIDを格納）し、そこまでの結果
からステータスS16を生成し、デュアルポートRAM61を介
してシステムバス32に転送する。ステータスの転送が正
常に完了するとその論理受信ポートが正常終了する（Ｃ
状態）。処理モジュール300がステータスS16を取り込む
とその内容をチェックし、正常であれば、論理送信ポー
ト51が正常終了する（Ｃ状態）。
次に、異常時の処理例を第20図で説明する。D2の転送
までは正常時と同じで、D3の転送において、処理モジュ
ール301の論理受信ポート53がD3をDMA転送している途中
で異常（例えば、アドレスバスパリティエラー等）が発
生したものとすると、DMA転送を直ちに中断し、その結
果から異常を示すステータスを生成し、デュアルポート
RAM61を介してシステムバス32に送り出す。論理受信ポ
ート53はステータスS3ERRを転送すると異常終了（Ｃ状
態）する。異常を示すS3ERRを取り込んだ処理モジュー
ル300は、次のデータブロックD4に対する動作は行わ
ず、直ちに異常終了（Ｃ状態）する。
までは正常時と同じで、D3の転送において、処理モジュ
ール301の論理受信ポート53がD3をDMA転送している途中
で異常（例えば、アドレスバスパリティエラー等）が発
生したものとすると、DMA転送を直ちに中断し、その結
果から異常を示すステータスを生成し、デュアルポート
RAM61を介してシステムバス32に送り出す。論理受信ポ
ート53はステータスS3ERRを転送すると異常終了（Ｃ状
態）する。異常を示すS3ERRを取り込んだ処理モジュー
ル300は、次のデータブロックD4に対する動作は行わ
ず、直ちに異常終了（Ｃ状態）する。
論理受信ポート53はコマンド受信中に検出する異常
（すなわちステータスの種類）は多数ある。いずれの場
合も論理送信ポートと論理受信ポート間のシステムバス
32上でのプロトコル（つまりコマンド→ステータス→チ
ェック→コマンド→ステータス→チェック→コマンド→
…の繰り返しで転送を進めること）は同じである。
（すなわちステータスの種類）は多数ある。いずれの場
合も論理送信ポートと論理受信ポート間のシステムバス
32上でのプロトコル（つまりコマンド→ステータス→チ
ェック→コマンド→ステータス→チェック→コマンド→
…の繰り返しで転送を進めること）は同じである。
次に論理受信ポート53がコマンドを受信したときのコ
マンド処理動作について、第21図A,21B図及び第22図と
共に説明する。第21図Ａにおいて、処理モジュール30内
の論理受信ポート53がコマンドを受信すると（ステップ
201）、MSC62は受信コマンド内のブロック識別子、送信
側処理モジュールの識別子を夫々読み出す（ステップ20
2）。
マンド処理動作について、第21図A,21B図及び第22図と
共に説明する。第21図Ａにおいて、処理モジュール30内
の論理受信ポート53がコマンドを受信すると（ステップ
201）、MSC62は受信コマンド内のブロック識別子、送信
側処理モジュールの識別子を夫々読み出す（ステップ20
2）。
MSC62は読み出したブロック識別子がＦ及びＳのいず
れかの場合は、論理受信ポート53との論理接続関係のチ
ェックのため、以下のステップ205〜212の処理を行な
う。まず、受信ポート番号Ｎを最初の値“1"とした後
（ステップ205）、全論理受信ポート53をチェックした
か否か判定する（ステップ206）。MSC62はすべての論理
受信ポート53のチェックが終わっていないときは、論理
受信ポートの状態が後述するＡ状態及びＣ状態のいずれ
かであるが、又はそれ以外の状態であるかを判定し（ス
テップ207）、Ａ状態及びＣ状態のいずれでもないとき
は論理受信ポート53が後述のRDY1状態とRDY2状態のいず
れであるか判定する（ステップ208）。
れかの場合は、論理受信ポート53との論理接続関係のチ
ェックのため、以下のステップ205〜212の処理を行な
う。まず、受信ポート番号Ｎを最初の値“1"とした後
（ステップ205）、全論理受信ポート53をチェックした
か否か判定する（ステップ206）。MSC62はすべての論理
受信ポート53のチェックが終わっていないときは、論理
受信ポートの状態が後述するＡ状態及びＣ状態のいずれ
かであるが、又はそれ以外の状態であるかを判定し（ス
テップ207）、Ａ状態及びＣ状態のいずれでもないとき
は論理受信ポート53が後述のRDY1状態とRDY2状態のいず
れであるか判定する（ステップ208）。
RDY1状態のときは続いて論理受信ポート53のモードが
前記したANYモードかSPCモードかを判定し（ステップ20
9）、ANYモードならばその論理受信ポート53のデータを
後述の如くデュアルポートRAM61に転送する（ステップ2
19）。
前記したANYモードかSPCモードかを判定し（ステップ20
9）、ANYモードならばその論理受信ポート53のデータを
後述の如くデュアルポートRAM61に転送する（ステップ2
19）。
一方、ステップ208で受信ポート状態がRDY2状態で判
定されたとき、及びステップ209でSPCモードと判定され
たときは処理モジュール識別子が自己のものと一致する
か否か判定し（ステップ210,211）、不一致の場合は前
記ステップ207でＡ状態又はＣ状態と判定されたときと
同様に、ステップ212に進み、受信ポート番号Ｎを１つ
インクリメントしてステップ206へ戻る。
定されたとき、及びステップ209でSPCモードと判定され
たときは処理モジュール識別子が自己のものと一致する
か否か判定し（ステップ210,211）、不一致の場合は前
記ステップ207でＡ状態又はＣ状態と判定されたときと
同様に、ステップ212に進み、受信ポート番号Ｎを１つ
インクリメントしてステップ206へ戻る。
また、ステップ203でブロック識別子がＭ又はＬと判
定されたときは、MSC62は論理受信ポート53との論理接
続関係のチェックのため、以下のステップ214〜217の処
理を行なう。すなわち、まず受信ポート番号Ｎを初期値
“1"にセットし（ステップ214）、更に全論理受信ポー
トをチェックしたか否か判定する（ステップ215）。す
べての論理受信ポートのチェックが済んでいない場合に
は、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53の状態がRDY2
状態であるか否か判定され（ステップ216）、RDY2状態
のときはモジュール識別子が自己のものと一致するか否
か判定する（ステップ217）。受信ポート番号Ｎの論理
受信ポート53がRDY2状態以外の状態のとき（ステップ21
6）、又はモジュール識別子が不一致のとき（ステップ2
17）は、受信ポート番号Ｎを“1"だけインクリメントし
て次の論理受信ポート53を指定し（ステップ218）、そ
の後ステップ215へ戻る。
定されたときは、MSC62は論理受信ポート53との論理接
続関係のチェックのため、以下のステップ214〜217の処
理を行なう。すなわち、まず受信ポート番号Ｎを初期値
“1"にセットし（ステップ214）、更に全論理受信ポー
トをチェックしたか否か判定する（ステップ215）。す
べての論理受信ポートのチェックが済んでいない場合に
は、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53の状態がRDY2
状態であるか否か判定され（ステップ216）、RDY2状態
のときはモジュール識別子が自己のものと一致するか否
か判定する（ステップ217）。受信ポート番号Ｎの論理
受信ポート53がRDY2状態以外の状態のとき（ステップ21
6）、又はモジュール識別子が不一致のとき（ステップ2
17）は、受信ポート番号Ｎを“1"だけインクリメントし
て次の論理受信ポート53を指定し（ステップ218）、そ
の後ステップ215へ戻る。
他方、ブロック識別子がＦ又はＳのデータブロックを
受信している論理受信ポート53のすべてのチェックが終
了したときは（ステップ206）、第21B図のステップ220
へ進み、全ての論理受信ポート53で受けることができな
いステータスを生成する。また、ブロック識別子がＦ又
はＳのデータブロックを受信している論理受信ポート53
のうちRDY2状態にある論理受信ポートのモジュール識別
子がコマンドのそれと一致する場合は第21B図のステッ
プ221へ進み、ブロック識別子Ｍ又はＬを期待している
ときに、ブロック識別子Ｆ又はＳが受信されたことを示
すステータスを生成し、その後ステップ222で現在の受
信ポート番号Ｎをキャンセルし、論理受信ポート53を後
述のＣ状態へ遷移させる（ただし、この時点では、ソフ
トウェアへの通知はしない）。
受信している論理受信ポート53のすべてのチェックが終
了したときは（ステップ206）、第21B図のステップ220
へ進み、全ての論理受信ポート53で受けることができな
いステータスを生成する。また、ブロック識別子がＦ又
はＳのデータブロックを受信している論理受信ポート53
のうちRDY2状態にある論理受信ポートのモジュール識別
子がコマンドのそれと一致する場合は第21B図のステッ
プ221へ進み、ブロック識別子Ｍ又はＬを期待している
ときに、ブロック識別子Ｆ又はＳが受信されたことを示
すステータスを生成し、その後ステップ222で現在の受
信ポート番号Ｎをキャンセルし、論理受信ポート53を後
述のＣ状態へ遷移させる（ただし、この時点では、ソフ
トウェアへの通知はしない）。
また、ブロック識別子がＭ又はＬのデータブロックを
受信している論理受信ポート53のすべてのチェックが終
了したときは（ステップ215）、第21B図のステップ223
へ進み、ブロック識別子Ｆ又はＳを期待しているとき
に、ブロック識別子Ｍ又はＬが受信されたことを示すス
テータスを生成する。
受信している論理受信ポート53のすべてのチェックが終
了したときは（ステップ215）、第21B図のステップ223
へ進み、ブロック識別子Ｆ又はＳを期待しているとき
に、ブロック識別子Ｍ又はＬが受信されたことを示すス
テータスを生成する。
また、ステップ209で論理受信ポート53の受信データ
ブロックがANYモードのものであると判定されたとき、
又はステップ211や217でモジュール識別子が一致すると
判定されたときにはステップ219へ進み、後述の第22図
のサブルーチンに従ってデータ転送が行なわれる。この
データ転送終了後又は、前記したステップ220,222又は2
23のいずれかの処理が終了すると、第21B図のステップ2
24に進み、MSC62は物理受信ポート（PR-PORT）56に対し
て、生成したステータスの送信を要求する（ステップ22
4）。
ブロックがANYモードのものであると判定されたとき、
又はステップ211や217でモジュール識別子が一致すると
判定されたときにはステップ219へ進み、後述の第22図
のサブルーチンに従ってデータ転送が行なわれる。この
データ転送終了後又は、前記したステップ220,222又は2
23のいずれかの処理が終了すると、第21B図のステップ2
24に進み、MSC62は物理受信ポート（PR-PORT）56に対し
て、生成したステータスの送信を要求する（ステップ22
4）。
上記の要求により物理受信ポート56からのステータス
送信が行なわれ、そのステータス送信が完了すると（ス
テップ225）、コマンド処理を完了する（ステップ22
9）。一方、物理受信ポート56からのステータス送信が
完了せずに待ち時間を越えた場合には（ステップ225,22
6）、一定時間内にステータスの転送が完了しなかった
ことを示すステータスを生成した後（ステップ227）、
受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53をＣ状態に遷移し
て（ステップ228）、コマンド処理を完了する（ステッ
プ229）。なお、ステップ228において受信ポート番号Ｎ
の論理受信ポート53が既にＣ状態であるときはそのまま
Ｃ状態とする（この時点でソフトウェアへの通知をす
る）。
送信が行なわれ、そのステータス送信が完了すると（ス
テップ225）、コマンド処理を完了する（ステップ22
9）。一方、物理受信ポート56からのステータス送信が
完了せずに待ち時間を越えた場合には（ステップ225,22
6）、一定時間内にステータスの転送が完了しなかった
ことを示すステータスを生成した後（ステップ227）、
受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53をＣ状態に遷移し
て（ステップ228）、コマンド処理を完了する（ステッ
プ229）。なお、ステップ228において受信ポート番号Ｎ
の論理受信ポート53が既にＣ状態であるときはそのまま
Ｃ状態とする（この時点でソフトウェアへの通知をす
る）。
次に前記したステップ219における論理受信ポート53
によるデータ転送について第22図と共に更に詳細に説明
する。MSC62はコマンド内の転送データ長を読み出し
（ステップ301）、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート5
3内の制御レジスタ54に保持されているディスクリプタ
情報の中から前記したBCT情報フィールド及びBUFA情報
フィールドの各内容を読み出す（ステップ302）。
によるデータ転送について第22図と共に更に詳細に説明
する。MSC62はコマンド内の転送データ長を読み出し
（ステップ301）、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート5
3内の制御レジスタ54に保持されているディスクリプタ
情報の中から前記したBCT情報フィールド及びBUFA情報
フィールドの各内容を読み出す（ステップ302）。
続いて、データ転送長エラーが発生したか否かを判定
し（ステップ303）、エラーが発生していないときはLSU
42へデータをダイレクト・メモリ・アクセス（DMA）転
送した後（ステップ304）、そのDMA転送時のデータ転送
エラー発生の有無をチェックする（ステップ305）。デ
ータ転送エラーが無いときには、転送したデータがディ
スクリプタ・エントリの境界のものかどうか判定し（ス
テップ306）、境界のときにはLSU42内のディスクリプタ
をソフトウェアにより更新する（ステップ307）。
し（ステップ303）、エラーが発生していないときはLSU
42へデータをダイレクト・メモリ・アクセス（DMA）転
送した後（ステップ304）、そのDMA転送時のデータ転送
エラー発生の有無をチェックする（ステップ305）。デ
ータ転送エラーが無いときには、転送したデータがディ
スクリプタ・エントリの境界のものかどうか判定し（ス
テップ306）、境界のときにはLSU42内のディスクリプタ
をソフトウェアにより更新する（ステップ307）。
そして、このディスクリプタの更新時にデータ転送エ
ラーが発生したかどうかをチェックした後（ステップ30
8）、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53の受信デー
タブロックのモードがANYモードかSPCモードかを判定す
る（ステップ309）。SPCモードのときには前記したよう
に任意形態バッファを用いてメッセージを受信するべく
次のディスクリプタを取り込んでから（ステップ31
0）、データ転送エラー発生の有無をチェックする（ス
テップ311）。このときもデータ転送エラーが無い場合
には、ディスクリプタフォーマットをチェックし（ステ
ップ312）、指示ミスがないときは全受信データをLSUへ
格納したか判定し（ステップ319）、格納しているとき
は正常終了したことを示すステータスを生成し（ステッ
プ313）、データ転送終了する（ステップ320）。全受信
データをLSUに格納していないときは、ステップ319から
ステップ302に戻る。
ラーが発生したかどうかをチェックした後（ステップ30
8）、受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53の受信デー
タブロックのモードがANYモードかSPCモードかを判定す
る（ステップ309）。SPCモードのときには前記したよう
に任意形態バッファを用いてメッセージを受信するべく
次のディスクリプタを取り込んでから（ステップ31
0）、データ転送エラー発生の有無をチェックする（ス
テップ311）。このときもデータ転送エラーが無い場合
には、ディスクリプタフォーマットをチェックし（ステ
ップ312）、指示ミスがないときは全受信データをLSUへ
格納したか判定し（ステップ319）、格納しているとき
は正常終了したことを示すステータスを生成し（ステッ
プ313）、データ転送終了する（ステップ320）。全受信
データをLSUに格納していないときは、ステップ319から
ステップ302に戻る。
一方、前記ステップ303でデータ転送長エラーの発生
が検出されたときは、受信データの総和がBCT情報フィ
ールドで与えられた論理バッファのサイズを越えたり、
SPCモード時にBCT情報フィールドからのサイズ情報と一
致しないことを示すステータスを生成し（ステップ31
4）、その後受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53をＣ
状態へ遷移させる（ステップ315）。
が検出されたときは、受信データの総和がBCT情報フィ
ールドで与えられた論理バッファのサイズを越えたり、
SPCモード時にBCT情報フィールドからのサイズ情報と一
致しないことを示すステータスを生成し（ステップ31
4）、その後受信ポート番号Ｎの論理受信ポート53をＣ
状態へ遷移させる（ステップ315）。
また、前記ステップ305でデータ転送エラーが検出さ
れたときは、受信データの転送中に転送エラーが発生し
たことを示すステータスを生成して（ステップ316）、
前記ステップ315へ進む。また、前記ステップ308又は31
1でデータ転送エラーが発生したときは、ディスクリプ
タの転送時に転送エラーが発生したことを示すステータ
スを生成し（ステップ317）、ステップ315へ進む。更
に、ステップ312において指示ミスが検出されたとき
は、ディスクリプタの内容に指示ミスがあることを示す
ステータスを生成して（ステップ318）、ステップ315へ
進む。
れたときは、受信データの転送中に転送エラーが発生し
たことを示すステータスを生成して（ステップ316）、
前記ステップ315へ進む。また、前記ステップ308又は31
1でデータ転送エラーが発生したときは、ディスクリプ
タの転送時に転送エラーが発生したことを示すステータ
スを生成し（ステップ317）、ステップ315へ進む。更
に、ステップ312において指示ミスが検出されたとき
は、ディスクリプタの内容に指示ミスがあることを示す
ステータスを生成して（ステップ318）、ステップ315へ
進む。
なお、ステップ306で転送データがディスクリプタ・
エントリ境界でないと判定されたとき、及びステップ30
9でANYモードと判定されたときには正常終了したことを
示すステータスを生成し（ステップ313）、その後デー
タ転送を終了する（ステップ320）。ステップ315で論理
受信ポート53をＣ状態へ遷移させた後もデータ転送を終
了する（ステップ320）。
エントリ境界でないと判定されたとき、及びステップ30
9でANYモードと判定されたときには正常終了したことを
示すステータスを生成し（ステップ313）、その後デー
タ転送を終了する（ステップ320）。ステップ315で論理
受信ポート53をＣ状態へ遷移させた後もデータ転送を終
了する（ステップ320）。
次に、Ｓ−PORT51の動作処理について詳述する。
中央処理装置41上で走行するソフトウェアの指示に従
う一連の送信動作は、Ｓ−PORT51が管理する。このＳ−
PORT51は、MSC62への動作指示や、MSC62を介したDMAC58
及びPS-PORT55への動作指示に従って、メッセージの送
信処理を実行する。第23図は、このＳ−PORT51が実行す
る状態遷移図を示す。以下に、このＳ−PORT51の各状態
の動作条件を示す。
う一連の送信動作は、Ｓ−PORT51が管理する。このＳ−
PORT51は、MSC62への動作指示や、MSC62を介したDMAC58
及びPS-PORT55への動作指示に従って、メッセージの送
信処理を実行する。第23図は、このＳ−PORT51が実行す
る状態遷移図を示す。以下に、このＳ−PORT51の各状態
の動作条件を示す。
ソフトウェアからの動作指示待ち状態である。制御レ
ジスタ52のSPODFレジスタに対しての通信モードのライ
トアクセスにとりDF1状態に遷移する。
ジスタ52のSPODFレジスタに対しての通信モードのライ
トアクセスにとりDF1状態に遷移する。
〔DF1状態〕 ディスクリプタフェッチ動作状態である。MSC62及びD
MAC58により、制御レジスタ52のSPCSAレジスタの指示す
るアドレス状態に従って、ローカルストレージユニット
42からデュアルポートRAM61内の論理送信ポート用作業
領域に、ディスクリプタチェーンの１エントリをロード
してSND1状態に遷移する。ここで、ロードしたエントリ
のBCビットが分岐を表示しているときには、DF1状態の
ままであり、制御レジスタ52のSPDSAレジスタを分岐ア
ドレスに書き換えていく。
MAC58により、制御レジスタ52のSPCSAレジスタの指示す
るアドレス状態に従って、ローカルストレージユニット
42からデュアルポートRAM61内の論理送信ポート用作業
領域に、ディスクリプタチェーンの１エントリをロード
してSND1状態に遷移する。ここで、ロードしたエントリ
のBCビットが分岐を表示しているときには、DF1状態の
ままであり、制御レジスタ52のSPDSAレジスタを分岐ア
ドレスに書き換えていく。
〔SND1状態〕 ロードされたエントリの指定する論理バッファからの
最初のメッセージの転送ブロックをフェッチして、PS-P
ORT55に送信要求を発行する。フェッチされる転送ブロ
ックは、デュアルポートRAM61内に設けられた論理送信
ポート用の保留用緩衝バッファに格納される。このと
き、転送されるブロックには、そのブロックサイズに応
じて、ＦからＳの識別子が割り付けられる。Ｆの識別子
が割り付けられるときには、SND2状態に遷移するととも
に、Ｓの識別子が割り付けられるときには、STS状態に
遷移する。
最初のメッセージの転送ブロックをフェッチして、PS-P
ORT55に送信要求を発行する。フェッチされる転送ブロ
ックは、デュアルポートRAM61内に設けられた論理送信
ポート用の保留用緩衝バッファに格納される。このと
き、転送されるブロックには、そのブロックサイズに応
じて、ＦからＳの識別子が割り付けられる。Ｆの識別子
が割り付けられるときには、SND2状態に遷移するととも
に、Ｓの識別子が割り付けられるときには、STS状態に
遷移する。
〔SND2状態〕 スプリットバス形式を採る共有システムバス32に対応
して、転送したブロックに対しての応答を待つと同時
に、応答の受信後に、次の転送ブロックをフェッチし
て、PS-PORT55に送信要求を発行する。このとき、転送
されるブロックには、ＭかＬの識別子が割り付けられ
る。Ｍの識別子が割り付けられるときには、SND2状態に
留まるとともに、Ｌの識別子が割り付けられるときに
は、STS状態に遷移する。
して、転送したブロックに対しての応答を待つと同時
に、応答の受信後に、次の転送ブロックをフェッチし
て、PS-PORT55に送信要求を発行する。このとき、転送
されるブロックには、ＭかＬの識別子が割り付けられ
る。Ｍの識別子が割り付けられるときには、SND2状態に
留まるとともに、Ｌの識別子が割り付けられるときに
は、STS状態に遷移する。
最終の転送したブロックに対しての応答を待っている
状態である。応答を受信後に、DC状態に遷移する。
状態である。応答を受信後に、DC状態に遷移する。
処理エントリを次に移すために、制御レジスタ52のSP
DSAレジスタを更新（16バイト加算）する。処理の完了
したエントリのBCビットにより、ディスクリプタの継続
が指示されるときに、通信モードがANYモードの場合に
はDF1状態に遷移し、SPCモードのときにはDF2状態に遷
移する。一方、BCビットにより終結が指示されないとき
にはＣ状態に遷移する。
DSAレジスタを更新（16バイト加算）する。処理の完了
したエントリのBCビットにより、ディスクリプタの継続
が指示されるときに、通信モードがANYモードの場合に
はDF1状態に遷移し、SPCモードのときにはDF2状態に遷
移する。一方、BCビットにより終結が指示されないとき
にはＣ状態に遷移する。
〔DF2状態〕 完了後のSND3状態への遷移を除いて、DF1状態と同じ
である。
である。
〔SND3状態〕 ロードされたエントリの指定する論理バッファから最
初の転送ブロックをフェッチしてPS-PORT55に送信要求
を発行する。フェッチされる転送ブロックは、デュアル
ポートRAM61内に設けられる論理送信ポート用の保留用
緩衝バッファに格納される。このとき転送されるブロッ
クには、エントリが変更されたのにもかかわらず、SPC
モードであることに対応して、ＭかＬの識別子が割り付
けられる。Ｍの識別子が割り付けられるときには、SND2
状態に遷移するとともに、Ｌの識別子が割り付けられる
ときには、STS2状態に遷移する。
初の転送ブロックをフェッチしてPS-PORT55に送信要求
を発行する。フェッチされる転送ブロックは、デュアル
ポートRAM61内に設けられる論理送信ポート用の保留用
緩衝バッファに格納される。このとき転送されるブロッ
クには、エントリが変更されたのにもかかわらず、SPC
モードであることに対応して、ＭかＬの識別子が割り付
けられる。Ｍの識別子が割り付けられるときには、SND2
状態に遷移するとともに、Ｌの識別子が割り付けられる
ときには、STS2状態に遷移する。
Ｓ−PORT51における一連の転送動作が終結した状態で
ある。この状態へは、各状態での各種の異常検出による
異常終結時においても遷移する。ソフトウェアによる制
御レジスタ52のSPCSTレジスタ（終了情報が書き込まれ
ている）に対してのフェッチ動作が実行されるとＡ状態
に遷移する。
ある。この状態へは、各状態での各種の異常検出による
異常終結時においても遷移する。ソフトウェアによる制
御レジスタ52のSPCSTレジスタ（終了情報が書き込まれ
ている）に対してのフェッチ動作が実行されるとＡ状態
に遷移する。
次に、Ｒ−PORT53の動作処理について詳述する。
中央処理装置41上で走行するソフトウェアの指示に従
う一連の受信動作は、Ｒ−PORT53が管理する。このＲ−
PORT53はMSC62への動作指示や、MSC62を介したDMAC58や
PR-PORT56への動作指示に従って、メッセージの送信処
理を実行する。
う一連の受信動作は、Ｒ−PORT53が管理する。このＲ−
PORT53はMSC62への動作指示や、MSC62を介したDMAC58や
PR-PORT56への動作指示に従って、メッセージの送信処
理を実行する。
第24図は、このＲ−PORT53の実行する処理の状態遷移
図を示す。以下に、このＲ−PORT53の各状態の動作条件
を示す。
図を示す。以下に、このＲ−PORT53の各状態の動作条件
を示す。
ソフトウェアからの動作指示待ち状態である。制御レ
ジスタ54のRPODFレジスタに対しての動作モードのライ
トアクセスによりDF1状態に遷移する。
ジスタ54のRPODFレジスタに対しての動作モードのライ
トアクセスによりDF1状態に遷移する。
〔DF1状態〕 ディスクリプタフェッチ動作状態である。MSC62及びD
MAC58により、制御レジスタ54のRPDSAレジスタの指定す
るアドレス情報に従って、ローカルストレージユニット
42からデュアルポートRAM61内の論理受信ポート用作業
領域に、ディスクリプタチェーンの１エントリをロード
してRDY状態に遷移する。
MAC58により、制御レジスタ54のRPDSAレジスタの指定す
るアドレス情報に従って、ローカルストレージユニット
42からデュアルポートRAM61内の論理受信ポート用作業
領域に、ディスクリプタチェーンの１エントリをロード
してRDY状態に遷移する。
ここで、ロードしたエントリのBCビットが分岐を表示
しているときには、DF1状態のままであり、制御レジス
タ54のRPDSAレジスタを分岐アドレスに書き換えてい
く。
しているときには、DF1状態のままであり、制御レジス
タ54のRPDSAレジスタを分岐アドレスに書き換えてい
く。
〔RDY1状態〕 ロードされたエントリへの最初のメッセージの転送ブ
ロックの受信待ち状態である。PR-PORT56は、受信した
転送ブロックの識別子がＦ又はＳの場合、このRDY1状態
にあるＲ−PORT53の内の通信モードの一致するＲ−PORT
を特定して、その特定したＲ−PORTとの間の論理的接続
を実行する。この論理的接続が実現されると、そのＲ−
PORTは、デュアルポートRAM61内に設けられる論理受信
ポート用の保留用緩衝バッファに格納された転送ブロッ
クを、ロードされたエントリの指定する論理バッファに
ストアする。
ロックの受信待ち状態である。PR-PORT56は、受信した
転送ブロックの識別子がＦ又はＳの場合、このRDY1状態
にあるＲ−PORT53の内の通信モードの一致するＲ−PORT
を特定して、その特定したＲ−PORTとの間の論理的接続
を実行する。この論理的接続が実現されると、そのＲ−
PORTは、デュアルポートRAM61内に設けられる論理受信
ポート用の保留用緩衝バッファに格納された転送ブロッ
クを、ロードされたエントリの指定する論理バッファに
ストアする。
そして、ストア処理の完了後に、受信した転送ブロッ
クの識別子がＦのときには、共有システムバス32への応
答送信要求を発行してRDY2状態に遷移するとともに、受
信した転送ブロックの識別子がＳのときには、共有シス
テムバス32への応答送信要求を保留してDS状態に遷移す
る。ここで、通信モードがSPCモードの場合であって、
指定された論理バッファに収まらないときにはストア動
作の途中でDS状態に遷移し、このときには、共有システ
ムバス32への応答送信要求も保留する。
クの識別子がＦのときには、共有システムバス32への応
答送信要求を発行してRDY2状態に遷移するとともに、受
信した転送ブロックの識別子がＳのときには、共有シス
テムバス32への応答送信要求を保留してDS状態に遷移す
る。ここで、通信モードがSPCモードの場合であって、
指定された論理バッファに収まらないときにはストア動
作の途中でDS状態に遷移し、このときには、共有システ
ムバス32への応答送信要求も保留する。
〔RDY2状態〕 Ｒ−PORT53が既に他の処理モジュール30のＳ−PORT51
と論理的接続関係を持っていて、次の転送ブロック受信
待ちの状態である。PR-PORT56は、受信した転送ブロッ
クの識別子がＭかＬの場合、このRDY2状態にあるＲ−PO
RT53の内から受信すべきＲ−PORTと特定して、その特定
したＲ−PORTとの間の論理的接続を実行する。
と論理的接続関係を持っていて、次の転送ブロック受信
待ちの状態である。PR-PORT56は、受信した転送ブロッ
クの識別子がＭかＬの場合、このRDY2状態にあるＲ−PO
RT53の内から受信すべきＲ−PORTと特定して、その特定
したＲ−PORTとの間の論理的接続を実行する。
この論理的接続が実現されると、そのＲ−PORTは、デ
ュアルポートRAM61内に設けられる論理受信ポート用の
保留用緩衝バッファに格納された転送ブロックを、ロー
ドされたエントリの指定する論理バッファにストアす
る。そして、ストア処理の完了後に、受信した転送ブロ
ックの識別子がＭのときには、共有システムバス32への
応答送信要求を発行してRDY2状態に留まるとともに、受
信した転送ブロックの識別子がＬのときには、共有シス
テムバス32への応答送信要求を保留してDS状態に遷移す
る。
ュアルポートRAM61内に設けられる論理受信ポート用の
保留用緩衝バッファに格納された転送ブロックを、ロー
ドされたエントリの指定する論理バッファにストアす
る。そして、ストア処理の完了後に、受信した転送ブロ
ックの識別子がＭのときには、共有システムバス32への
応答送信要求を発行してRDY2状態に留まるとともに、受
信した転送ブロックの識別子がＬのときには、共有シス
テムバス32への応答送信要求を保留してDS状態に遷移す
る。
ここで、通信モードがSPCモードの場合であって、指
定された論理バッファに収まらないときにはストア動作
の途中でDS状態に遷移することになり、このときには、
共有システムバス32への応答送信要求も保留することに
なる。
定された論理バッファに収まらないときにはストア動作
の途中でDS状態に遷移することになり、このときには、
共有システムバス32への応答送信要求も保留することに
なる。
ロードされたエントリの処理完了後に、処理状況をエ
ントリに書き込む状態である。エントリのBCT情報フィ
ールドUID情報フィールド等に情報が書き込まれる。更
に、処理エントリを次に移すべく制御レジスタ54のRPDS
Aレジスタを更新（16バイト加算）する。通信モードがA
NYモードの場合には、RDY1状態やRDY2状態で保留した共
有システムバス32への応答送信要求を発行する。
ントリに書き込む状態である。エントリのBCT情報フィ
ールドUID情報フィールド等に情報が書き込まれる。更
に、処理エントリを次に移すべく制御レジスタ54のRPDS
Aレジスタを更新（16バイト加算）する。通信モードがA
NYモードの場合には、RDY1状態やRDY2状態で保留した共
有システムバス32への応答送信要求を発行する。
そして、処理の完了したエントリのBCビットによりデ
ィスクリプタの継続が指示されるときに、通信モードが
ANYモードの場合にはDF1状態に遷移し、SPCモードのと
きにはDF2状態に遷移する。一方、BCビットにより継続
が指示されないときにはＣ状態に遷移する。
ィスクリプタの継続が指示されるときに、通信モードが
ANYモードの場合にはDF1状態に遷移し、SPCモードのと
きにはDF2状態に遷移する。一方、BCビットにより継続
が指示されないときにはＣ状態に遷移する。
〔DF2状態〕 通信モードがSPCモードの場合、２つ目以降のエント
リのフェッチを行い、更に必要に応じて、RDY1状態やRD
Y2状態で保留した共有システムバス32への応答送信要求
を発行する。その他の動作はDF1状態と同じである。
リのフェッチを行い、更に必要に応じて、RDY1状態やRD
Y2状態で保留した共有システムバス32への応答送信要求
を発行する。その他の動作はDF1状態と同じである。
Ｒ−PORT53における一連の転送動作が終結した状態で
ある。この状態へは、各状態での各種の異常検出による
異常終結時においても遷移する。例えば、MSC62は、Ｒ
−PORT53がRDY2状態にあるときにＦブロックのメッセー
ジが転送されてくることを検出すると、Ｒ−PORT53をこ
のＣ状態に遷移させていくのである。ソフトウェアによ
る制御レジスタ54のRPCSTレジスタ（終了情報が書き込
まれている）に対してのフェッチ動作が実行されるとＡ
状態に遷移する。
ある。この状態へは、各状態での各種の異常検出による
異常終結時においても遷移する。例えば、MSC62は、Ｒ
−PORT53がRDY2状態にあるときにＦブロックのメッセー
ジが転送されてくることを検出すると、Ｒ−PORT53をこ
のＣ状態に遷移させていくのである。ソフトウェアによ
る制御レジスタ54のRPCSTレジスタ（終了情報が書き込
まれている）に対してのフェッチ動作が実行されるとＡ
状態に遷移する。
なお、接続ユニット43のその他の構成ユニットである
物理送信ポート（PS-PORT）55,物理受信ポート（PR-POR
T）56,アクセス制御ユニット（BSC）57,メモリアクセス
制御ユニット（DMAC）58,送信制御ユニット（SNDC）59,
受信制御ユニット（RCVC）60及び主シーケンス制御ユニ
ット（MSC）62の構成動作は、実際に使用されるPM内部
バス44や共有システムバス32により異なる。この内のBS
C57及びDMAC58はPM内部バス44に依存し、PS-PORT55及び
PR-PORT56は共有システムバス32に依存し、MSC62はイン
プリメントに依存する。
物理送信ポート（PS-PORT）55,物理受信ポート（PR-POR
T）56,アクセス制御ユニット（BSC）57,メモリアクセス
制御ユニット（DMAC）58,送信制御ユニット（SNDC）59,
受信制御ユニット（RCVC）60及び主シーケンス制御ユニ
ット（MSC）62の構成動作は、実際に使用されるPM内部
バス44や共有システムバス32により異なる。この内のBS
C57及びDMAC58はPM内部バス44に依存し、PS-PORT55及び
PR-PORT56は共有システムバス32に依存し、MSC62はイン
プリメントに依存する。
次に、ハードウェア／ソフトウェア間の終結時インタ
フェースについて説明する。
フェースについて説明する。
中央処理装置41上で走行するソフトウェアは、ディス
クリプタチェーンの各エントリの処理進行状況を以下の
３つの手段により認識していくことができる。すなわ
ち、第１の手段としては、各Ｓ−PORT51に属する制御レ
ジスタ52の表示データを観測し、各Ｒ−PORT53に属する
制御レジスタ54の表示データを観測していく方法であ
る。これらの制御レジスタ52,53のSPOPSレジスタやRPOP
Sレジスタには、上述したように、処理進行中のディス
クリプタのエントリのローカルストレージユニット42上
のアドレス情報が書き込まれるので、ソフトウェアは、
これを観測していくことで処理の進行状況を把握するの
である。
クリプタチェーンの各エントリの処理進行状況を以下の
３つの手段により認識していくことができる。すなわ
ち、第１の手段としては、各Ｓ−PORT51に属する制御レ
ジスタ52の表示データを観測し、各Ｒ−PORT53に属する
制御レジスタ54の表示データを観測していく方法であ
る。これらの制御レジスタ52,53のSPOPSレジスタやRPOP
Sレジスタには、上述したように、処理進行中のディス
クリプタのエントリのローカルストレージユニット42上
のアドレス情報が書き込まれるので、ソフトウェアは、
これを観測していくことで処理の進行状況を把握するの
である。
第２の手段としては、ディスクリプタのエントリのＤ
ビットに“1"を設定していく方法である。Ｄビットに
“1"をセットしておくと、上述したように、そのディス
クリプタの処理完了時点でソフトウェアに対して外部割
り込みがかかるので、ソフトウェアは、この外部割り込
みにより処理の進行状況を把握するのである。
ビットに“1"を設定していく方法である。Ｄビットに
“1"をセットしておくと、上述したように、そのディス
クリプタの処理完了時点でソフトウェアに対して外部割
り込みがかかるので、ソフトウェアは、この外部割り込
みにより処理の進行状況を把握するのである。
この２つの方法は、ディスクリプタチェーンの各エン
トリの処理が正常に進行しているときに用いられる。こ
の場合、Ｓ−PORT51のディスクリプタのエントリはその
ままであるのに対し、Ｒ−PORT53のディスクリプタのエ
ントリには、受信したメッセージに応じたものが書き込
まれていく。
トリの処理が正常に進行しているときに用いられる。こ
の場合、Ｓ−PORT51のディスクリプタのエントリはその
ままであるのに対し、Ｒ−PORT53のディスクリプタのエ
ントリには、受信したメッセージに応じたものが書き込
まれていく。
すなわち、ANYモードでは、各エントリのBCT情報フィ
ールドには、受信したメッセージが書き込まれ、BUFA情
報フィールドには、最終データの次アドレスが書き込ま
れ、UID情報フィールドには、送信元の処理モジュール3
0の接続ユニット43のユニット番号が書き込まれる。こ
れに対して、SPCモードでは、BUFA情報フィールドとUID
情報フィールドのみが書き替えられる。受信側の処理モ
ジュール30のソフトウェアは、これらの情報により、メ
ッセージサイズと送信元を確認できる。なお、接続ユニ
ット43は、ディスクリプタチェーンの最終エントリが完
了すると、Ｄビットに関係なくソフトウェアに対して外
部割り込みを発生する。
ールドには、受信したメッセージが書き込まれ、BUFA情
報フィールドには、最終データの次アドレスが書き込ま
れ、UID情報フィールドには、送信元の処理モジュール3
0の接続ユニット43のユニット番号が書き込まれる。こ
れに対して、SPCモードでは、BUFA情報フィールドとUID
情報フィールドのみが書き替えられる。受信側の処理モ
ジュール30のソフトウェアは、これらの情報により、メ
ッセージサイズと送信元を確認できる。なお、接続ユニ
ット43は、ディスクリプタチェーンの最終エントリが完
了すると、Ｄビットに関係なくソフトウェアに対して外
部割り込みを発生する。
処理進行状況を把握するための第３の手段としては、
処理に異常が発生した場合である。接続ユニット43は、
処理の異常を検出すると、ソフトウェアに対して外部割
り込みを発生するとともに、異常の内容を記述した終了
情報を制御レジスタ52,54のSPCSTレジスタやRPCSTレジ
スタに書き込んでいくので、ソフトウェアはこの外部割
り込みにより処理の進行状況を把握するとともに、この
終了情報を参照することで異常内容の詳細を把握するこ
とができるのである。ここで、ソフトウェアは、制御レ
ジスタ52,54のSPOPSレジスタやRPOPSレジスタに従っ
て、異常の発生したエントリを認識する。
処理に異常が発生した場合である。接続ユニット43は、
処理の異常を検出すると、ソフトウェアに対して外部割
り込みを発生するとともに、異常の内容を記述した終了
情報を制御レジスタ52,54のSPCSTレジスタやRPCSTレジ
スタに書き込んでいくので、ソフトウェアはこの外部割
り込みにより処理の進行状況を把握するとともに、この
終了情報を参照することで異常内容の詳細を把握するこ
とができるのである。ここで、ソフトウェアは、制御レ
ジスタ52,54のSPOPSレジスタやRPOPSレジスタに従っ
て、異常の発生したエントリを認識する。
なお、予め用意されたディスクリプタの全エントリの
処理が正常に終結した場合にも、同様にソフトウェアに
対して外部割り込みが発生する。この場合には、SPCST
レジスタやRPCSTレジスタには、正常に終結した旨の終
了情報が表示される。
処理が正常に終結した場合にも、同様にソフトウェアに
対して外部割り込みが発生する。この場合には、SPCST
レジスタやRPCSTレジスタには、正常に終結した旨の終
了情報が表示される。
また、本実施例では、ディスクリプタチェーンの処理
途中において、中央処理装置41上で走行するソフトウェ
アが、各Ｓ−PORT51と各Ｒ−PORT53の処理の終結を指示
する手段を有する。
途中において、中央処理装置41上で走行するソフトウェ
アが、各Ｓ−PORT51と各Ｒ−PORT53の処理の終結を指示
する手段を有する。
すなわち、ソフトウェアは、Ｓ−PORT51の制御レジス
タ52のSPFCPレジスタに強制終了の指示を書き込むこと
で、そのＳ−PORT51の処理の強制終了を指示し、一方、
Ｒ−PORT53の制御レジスタ54のRPFCPレジスタに強制終
了の指示を書き込むことで、そのＳ−PORT51の処理の強
制終了を指示できるのである。
タ52のSPFCPレジスタに強制終了の指示を書き込むこと
で、そのＳ−PORT51の処理の強制終了を指示し、一方、
Ｒ−PORT53の制御レジスタ54のRPFCPレジスタに強制終
了の指示を書き込むことで、そのＳ−PORT51の処理の強
制終了を指示できるのである。
この終結の指示には、２種類の強制終結モードがあ
り、その１つは現在処理中のエントリの処理完了後に強
制終結を指示するモードである。もう１つはエントリ処
理状態に関係なく、直ちに強制終結（但し、転送ブロッ
クの受信中であるならばその完了後に強制終結）を指定
するモードである。
り、その１つは現在処理中のエントリの処理完了後に強
制終結を指示するモードである。もう１つはエントリ処
理状態に関係なく、直ちに強制終結（但し、転送ブロッ
クの受信中であるならばその完了後に強制終結）を指定
するモードである。
ソフトウェアは、Ｓ−PORT51の処理の強制終了を指示
するときに、前者のモードに従って強制終結を実行する
場合には、第11図に示す制御レジスタ52のSPFCPレジス
タの「Ｎ」領域にフラグを設定する。一方、後者のモー
ドに従って強制終結を実行する場合には、このSPFCPレ
ジスタの「Ｉ」領域にフラグを設定する。
するときに、前者のモードに従って強制終結を実行する
場合には、第11図に示す制御レジスタ52のSPFCPレジス
タの「Ｎ」領域にフラグを設定する。一方、後者のモー
ドに従って強制終結を実行する場合には、このSPFCPレ
ジスタの「Ｉ」領域にフラグを設定する。
また、Ｒ−PORT53の処理の強制終了を指示するとき
に、前者のモードに従って強制終結を実行する場合に
は、第12図に示す制御レジスタ54のRPFCPレジスタの
「Ｎ」領域にフラグを設定する。一方、後者のモードに
従って強制終結を実行する場合には、このRPFCPレジス
タの「Ｉ」領域にフラグを設定する。
に、前者のモードに従って強制終結を実行する場合に
は、第12図に示す制御レジスタ54のRPFCPレジスタの
「Ｎ」領域にフラグを設定する。一方、後者のモードに
従って強制終結を実行する場合には、このRPFCPレジス
タの「Ｉ」領域にフラグを設定する。
このようにして、ソフトウェアにより制御レジスタ5
2,54のSPFCPレジスタやRPFCPレジスタに前者のモードに
従う強制終結の指示が書き込まれると、MSC62は、Ｓ−P
ORT51やＲ−PORT53の処理の進行状況の監視により処理
中のエントリの処理が完了することを確認した時点で、
強制終了処理を実行するよう処理していく。
2,54のSPFCPレジスタやRPFCPレジスタに前者のモードに
従う強制終結の指示が書き込まれると、MSC62は、Ｓ−P
ORT51やＲ−PORT53の処理の進行状況の監視により処理
中のエントリの処理が完了することを確認した時点で、
強制終了処理を実行するよう処理していく。
一方、後者のモードに従う強制終結の指示が書き込ま
れると、MSC62はＳ−PORT51やＲ−PORT53の処理の進行
状況の監視することなく、送受信中ならばその完了後直
ちに強制終了処理を実行するよう処理する。すなわち、
Ｓ−PORT51の処理状態を前記した「Ｃ状態」に強制的に
設定し、Ｒ−PORT53の処理状態を前記した「Ｃ状態」に
強制的に設定する。
れると、MSC62はＳ−PORT51やＲ−PORT53の処理の進行
状況の監視することなく、送受信中ならばその完了後直
ちに強制終了処理を実行するよう処理する。すなわち、
Ｓ−PORT51の処理状態を前記した「Ｃ状態」に強制的に
設定し、Ｒ−PORT53の処理状態を前記した「Ｃ状態」に
強制的に設定する。
このように、本発明によれば、論理送信ポート（Ｓ−
PORT）51と論理受信ポート（Ｒ−PORT）53を夫々複数備
え、通信先の処理モジュールとの間の論理接続を論理送
信ポート51及び論理受信ポート53の夫々について複数メ
ッセージの同時送信及び同時受信ができる。しかも、送
信側の処理モジュール10,30がANYモードを指定すること
により、送信側主体でもって複数の通信先の処理モジュ
ール10,30へメッセージを送信することができる。ま
た、SPECIFICモード（SPCモード）を送信側処理モジュ
ール10,30が指定することにより、任意形態バッファ17
を用いた大量メッセージ転送ができる。
PORT）51と論理受信ポート（Ｒ−PORT）53を夫々複数備
え、通信先の処理モジュールとの間の論理接続を論理送
信ポート51及び論理受信ポート53の夫々について複数メ
ッセージの同時送信及び同時受信ができる。しかも、送
信側の処理モジュール10,30がANYモードを指定すること
により、送信側主体でもって複数の通信先の処理モジュ
ール10,30へメッセージを送信することができる。ま
た、SPECIFICモード（SPCモード）を送信側処理モジュ
ール10,30が指定することにより、任意形態バッファ17
を用いた大量メッセージ転送ができる。
産業上の利用可能性 以上のように、本発明に係るデータ通信システムのメ
ッセージ制御方式は、疎結合多重処理システムを構成す
る複数の処理モジュール間のメッセージ通信に際して、
送信側主体のメッセージ通信及び大量のメッセージ通信
を夫々選択的にできると共に、送信側主体のメッセージ
通信の際に通常のメッセージ通信処理を混乱させること
なく緊急メッセージを通信できることから、大規模なデ
ータ通信システムに用いるのに適している。
ッセージ制御方式は、疎結合多重処理システムを構成す
る複数の処理モジュール間のメッセージ通信に際して、
送信側主体のメッセージ通信及び大量のメッセージ通信
を夫々選択的にできると共に、送信側主体のメッセージ
通信の際に通常のメッセージ通信処理を混乱させること
なく緊急メッセージを通信できることから、大規模なデ
ータ通信システムに用いるのに適している。
フロントページの続き (72)発明者 中川 秀樹 神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地 富士通株式会社内 (56)参考文献 特開 昭61−95643（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−158732（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−158733（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−828（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−37642（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−25030（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−296640（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−178049（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−106933（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−95643（ＪＰ，Ａ)
Claims (25)
- 【請求項１】中央処理装置（11,41）と、該中央処理装
置（11,41）のみによりアクセスされるメモリユニット
（12,42）と、該メモリユニット（12,42）とシステムバ
ス（28,32）との間のインタフェースをとる接続ユニッ
ト（13,43）とから構成される処理モジュール（10,30）
が、該システムバス（28,32）を介して複数個互いに接
続されたシステム構成を採るデータ通信システムにおい
て、 前記処理モジュール（10,30）のメモリユニット（12,4
2）は少なくとも、前記中央処理装置（11,41）上で走行
するソフトウェアであるデータ処理部（14）と、 送信するメッセージが格納されるバッファ（16,17）と
を有し、 前記処理モジュール（10,30）の接続ユニット（13,43）
は少なくとも、前記バッファ（16,17）上に展開された
メッセージを順次読み出して連続するメッセージとして
送信する複数の論理送信ポート（21）と、 自処理モジュール（10,30）宛に送信されてきたメッセ
ージをバッファ（16,17）に順次格納する複数の論理受
信ポート（22）と、 前記複数の論理送信ポート（21）と通信先の処理モジュ
ールとを同時に論理接続する送信系統接続手段（23）
と、 前記複数の論理受信ポート（22）と通信先の処理モジュ
ールとを同時に論理接続する受信系統接続手段（24）と を有することを特徴とするデータ通信システムのメッセ
ージ制御方式。 - 【請求項２】前記バッファ（16,17）は、前記メッセー
ジを格納するために汎用的に備えられた汎用バッファ
（16）と、送信側の処理モジュール（10,30）からの獲
得指示に応じて、前記中央処理装置（11,41）上で走行
する前記データ処理部（14）が自らの処理に適合した形
式で随時獲得する任意形態バッファ（17）とよりなるこ
とを特徴とする請求項１記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項３】前記メモリユニット（12）は、前記任意形
態バッファ（17）の配置アドレス及びデータ長情報をメ
ッセージの格納順にポイントするディスクリプタ（15）
を有することを特徴とする請求項２記載のメッセージ制
御方式。 - 【請求項４】前記論理送信ポート（21）は、送信先の処
理モジュール（10,30）が前記汎用バッファ（16）と任
意形態バッファ（17）のいずれのバッファを用いて前記
メッセージを受信するのかを指定する識別子（MD）を、
該メッセージに付加して送信することを特徴とする請求
項２記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項５】前記論理送信ポート（21）は、前記汎用バ
ッファ（16）を用いて受信されるメッセージの送信時に
は、該メッセージを前記システムバス（28,32）の転送
単位毎に分割したブロック単位で転送すると共に、該転
送ブロックが一連のメッセージの最初のブロック、最後
のブロック、残りの中間ブロック又は一つの転送ブロッ
ク自体が一つのメッセージであるかを夫々受信側の処理
モジュール（10,30）に識別させるための識別子（SQ）
を、該転送ブロックに付加して送信することを特徴とす
る請求項２記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項６】前記データ処理部（14）は、前記任意形態
バッファ（17）により受信されるべきメッセージの送信
時は、該メッセージの送信に先立って前記汎用バッファ
（16）を指定するメッセージ通信に従ってメッセージ量
情報を受信側の処理モジュール（10,30）へ通知した
後、自処理モジュール（10,30）内の前記論理送信ポー
ト（21）に対して前記任意形態バッファ（17）の使用を
指定する識別子の付加要求及びメッセージの送信要求を
夫々発行することを特徴とする請求項２記載のメッセー
ジ制御方式。 - 【請求項７】前記複数の論理受信ポート（22）のうち少
なくとも２つ以上は通常通信処理用として割り付けら
れ、残りの少なくとも１つは緊急通信処理用として割り
付けられたことを特徴とする請求項１記載のメッセージ
制御方式。 - 【請求項８】前記論理送信ポート（21）は、送信先の処
理モジュール（10,30）に対して、前記通常処理用とし
て割り付けられた論理受信ポートと前記緊急通信用とし
て割り付けられた論理受信ポートのいずれを用いて前記
メッセージを受信するのかを指定する識別子（MD）を、
該メッセージに付加して送信することを特徴とする請求
項７記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項９】前記複数の論理受信ポート（22）に対する
前記通常通信処理用及び前記緊急通信処理用の受信機能
の割り付けは、前記データ処理部（14）が行なうことを
特徴とする請求項７記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項１０】前記接続ユニット（13,43）は、前記論
理送信ポート（21,51）及び論理受信ポート（22,53）
と、メッセージの送信及び受信を夫々制御する物理送信
ポート（55）及び物理受信ポート（56）と、内部バス
（44）との間のインタフェースを処理するアクセス制御
ユニット（57）と、前記メモリユニット（12,42）をア
クセスするメモリアクセス制御ユニット（58）と、前記
システムバス（28,32）との間の送信処理のインタフェ
ースを処理する送信制御ユニット（59）と、該システム
バス（28,32）との間の受信処理のインタフェースを処
理する受信制御ユニット（60）と、接続ユニット全体の
制御を司る主シーケンス制御ユニット（62）と、該主シ
ーケンス制御ユニット（62）のワークエリアとして使用
されるメモリ（61）とよりなり、前記アクセス制御ユニ
ット（57），メモリアクセス制御ユニット（58），メモ
リ（61）及び主シーケンス制御ユニット（62）は、前記
送信系統接続手段（23）及び前記受信系統接続手段（2
4）を夫々構成することを特徴とする請求項１記載のメ
ッセージ制御方式。 - 【請求項１１】前記データ通信システムは、疎結合多重
処理システムであることを特徴とする請求項１記載のメ
ッセージ制御方式。 - 【請求項１２】中央処理装置（11,41）と、該中央処理
装置（11,41）のみによりアクセスされるメモリユニッ
ト（12,42）と、該メモリユニット（12,42）とシステム
バス（28,32）との間のインタフェースをとる接続ユニ
ット（13,43）とから構成される処理モジュール（10,3
0）が、該システムバス（28,32）を介して複数個互いに
接続されたシステム構成を採るデータ通信システムにお
いて、 前記処理モジュール（10,30）のメモリユニット（12,4
2）は少なくとも、前記中央処理装置（11,41）上で走行
するソフトウェアであるデータ処理部（14）と、 送信するメッセージが格納されるバッファ（16,17）と
を有し、 前記処理モジュール（10,30）の接続ユニット（13,43）
は前記バッファ（16,17）上に展開されたメッセージを
順次読み出して連続するメッセージとして送信する複数
の論理送信ポート（21）と、 自処理モジュール（10,30）宛に送信されてきたメッセ
ージをバッファ（16,17）に順次格納する複数の論理受
信ポート（22）と、 前記システムバス（28,32）への送信プロトコルを司る
一又は二以上の物理送信ポート（25）と、 前記システムバス（28,32）からの受信プロトコルを司
る一又は二以上の物理受信ポート（26）と、 該物理送信ポート（25）を介して前記複数の論理送信ポ
ート（21）と通信先の処理モジュール（10,30）とを論
理接続する送信系統接続手段（23）と、 該物理受信ポート（26）を介して前記複数の論理受信ポ
ート（24）と通信先の処理モジュール（10,30）とを論
理接続する受信系統接続手段（24）とを有し、 前記送信系統接続手段（23）は、前記論理送信ポート
（21）と前記物理送信ポート（25）との間に設定される
論理接続を順次更新することにより、前記論理送信ポー
ト（21）が同一の前記物理送信ポート（25）を共用して
メッセージ送信するよう制御し、 前記受信系統接続手段（24）は、前記論理受信ポート
（22）と、前記物理受信ポート（26）との間に設定され
る論理接続を順次更新してメッセージ受信するよう制御
することを特徴とするデータ通信システムのメッセージ
制御方式。 - 【請求項１３】前記送信系統接続手段（23）は、前記複
数の論理送信ポート（21）のうち前記物理送信ポート
（25）と論理接続中にある一の論理送信ポートのメッセ
ージブロック又はメッセージの送信終了後、次の論理送
信ポートとの間の新たな論理接続に切換設定することを
順次繰り返すことを特徴とする請求項12記載のメッセー
ジ制御方式。 - 【請求項１４】前記受信系統接続手段（24）は、前記論
理受信ポート（26）が複数設けられているときは、論理
接続中の一の物理受信ポートから論理受信ポート（22）
への受信メッセージブロックの転送処理終了後、次の物
理受信ポート（26）との間の新たな論理接続に切換設定
することを順次繰り返すことを特徴とする請求項12記載
のメッセージ制御方式。 - 【請求項１５】前記受信系統接続手段（24）は、前記物
理受信ポート（26）が単一のときは、該物理受信ポート
（26）と論理接続中の一の論理受信ポート（22）への受
信メッセージブロックの転送処理終了後、新たな受信メ
ッセージブロックの受信先である論理受信ポート（22）
と該物理受信ポート（26）との間に新たな論理接続を設
定することを特徴とする請求項12記載のメッセージ制御
方式。 - 【請求項１６】前記バッファ（16,17）は、前記メッセ
ージを格納するために汎用的に備えられた汎用バッファ
（16）と、送信側の処理モジュール（10,30）からの獲
得指示に応じて、前記中央処理装置（11,41）上で走行
する前記データ処理部（14）が自らの処理に適合した形
式で随時獲得する任意形態バッファ（17）とよりなるこ
とを特徴とする請求項12記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項１７】前記メモリユニット（12）は、前記任意
形態バッファ（17）の配置アドレス及びデータ長情報を
メッセージの格納順にポイントするディスクリプタ（1
5）を有することを特徴とする請求項16記載のメッセー
ジ制御方式。 - 【請求項１８】前記論理送信ポート（21）は、送信先の
処理モジュール（10,30）が前記汎用バッファ（16）と
任意形態バッファ（17）のいずれのバッファを用いて前
記メッセージを受信するのかを指定する識別子（MD）
を、該メッセージに付加して送信することを特徴とする
請求項16記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項１９】前記論理送信ポート（21）は、前記汎用
バッファ（16）を用いて受信されるメッセージの送信時
には、該メッセージを前記システムバス（28,32）の転
送単位毎に分割したブロック単位で転送すると共に、該
転送ブロックが一連のメッセージの最初のブロック、最
後のブロック、残りの中間ブロック又は一つの転送ブロ
ック自体が一つのメッセージであるかを夫々受信側処理
モジュール（10,30）に識別させるための識別子（SQ）
を、該転送ブロックに付加して送信することを特徴とす
る請求項16記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項２０】前記データ処理部（14）は、前記任意形
態バッファ（17）により受信されるべきメッセージの送
信時は、該メッセージの送信に先立って前記汎用バッフ
ァ（16）を指定するメッセージ通信に従ってメッセージ
量情報を受信側の処理モジュール（10,30）へ通知した
後、自処理モジュール（10,30）内の前記論理送信ポー
ト（21）に対して前記任意形態バッファ（17）の使用を
指定する識別子の付加要求及びメッセージの送信要求を
夫々発行することを特徴とする請求項16記載のメッセー
ジ制御方式。 - 【請求項２１】前記複数の論理受信ポート（22）のうち
少なくとも２つ以上は通常通信処理用として割り付けら
れ、残りの少なくとも１つは緊急通信処理用として割り
付けられたことを特徴とする請求項12記載のメッセージ
制御方式。 - 【請求項２２】前記論理送信ポート（21）は、送信先の
処理モジュール（10,30）に対して、前記通常処理用と
して割り付けられた論理受信ポートと前記緊急通信用と
して割り付けられた論理受信ポートのいずれを用いて前
記メッセージを受信するのかを指定する識別子（MD）
を、該メッセージに付加して送信することを特徴とする
請求項21記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項２３】前記複数の論理受信ポート（22）に対す
る前記通常通信処理用及び前記緊急通信処理用の受信機
能の割り付けは、前記データ処理部（14）が行なうこと
を特徴とする請求項21記載のメッセージ制御方式。 - 【請求項２４】前記接続ユニット（13,43）は、前記論
理送信ポート（21,51）及び論理受信ポート（22,53）
と、メッセージの送信及び受信を夫々制御する物理送信
ポート（55）及び物理受信ポート（56）と、内部バス
（44）との間のインタフェースを処理するアクセス制御
ユニット（57）と、前記メモリユニット（12,42）をア
クセスするメモリアクセス制御ユニット（58）と、前記
システムバス（28,32）との間の送信処理のインタフェ
ースを処理する送信制御ユニット（59）と、該システム
バス（28,32）との間の受信処理のインタフェースを処
理する受信制御ユニット（60）と、接続ユニット全体の
制御を司る主シーケンス制御ユニット（62）と、該主シ
ーケンス制御ユニット（62）のワークエリアとして使用
されるメモリ（61）とよりなり、前記アクセス制御ユニ
ット（57），メモリアクセス制御ユニット（58），メモ
リ（61）及び主シーケンス制御ユニット（62）は、前記
送信系統接続手段（23）及び前記受信系統接続手段（2
4）を夫々構成することを特徴とする請求項12記載のメ
ッセージ制御方式。 - 【請求項２５】前記データ通信システムは、疎結合多重
処理システムであることを特徴とする請求項12記載のメ
ッセージ制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP51581391A JP2512847B2 (ja) | 1990-09-28 | 1991-09-27 | デ―タ通信システムのメッセ―ジ制御方式 |
Applications Claiming Priority (7)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25938990 | 1990-09-28 | ||
| JP25939290 | 1990-09-28 | ||
| JP2-259392 | 1990-09-28 | ||
| JP2-259390 | 1990-09-28 | ||
| JP2-259389 | 1990-09-28 | ||
| JP25939090 | 1990-09-28 | ||
| JP51581391A JP2512847B2 (ja) | 1990-09-28 | 1991-09-27 | デ―タ通信システムのメッセ―ジ制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2512847B2 true JP2512847B2 (ja) | 1996-07-03 |
Family
ID=27478510
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP51581391A Expired - Lifetime JP2512847B2 (ja) | 1990-09-28 | 1991-09-27 | デ―タ通信システムのメッセ―ジ制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2512847B2 (ja) |
Citations (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JPS5725030A (en) * | 1980-07-23 | 1982-02-09 | Fujitsu Ltd | Intersubsystem communication system |
| JPS58106933A (ja) * | 1981-12-21 | 1983-06-25 | Fujitsu Ltd | メモリバツフア予約方式 |
| JPS58158733A (ja) * | 1982-03-16 | 1983-09-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | プロセツサ間通信方式 |
| JPS58158732A (ja) * | 1982-03-16 | 1983-09-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | プロセツサ間通信方式 |
| JPS59178049A (ja) * | 1983-03-28 | 1984-10-09 | Fujitsu Ltd | デ−タ転送制御方式 |
| JPS6195643A (ja) * | 1984-10-17 | 1986-05-14 | Nec Corp | デ−タ伝送方式 |
| JPS62296640A (ja) * | 1986-06-17 | 1987-12-23 | Fujitsu Ltd | 装置間通信制御方式 |
-
1991
- 1991-09-27 JP JP51581391A patent/JP2512847B2/ja not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5537642A (en) * | 1978-09-08 | 1980-03-15 | Fujitsu Ltd | Inter-processor communication system |
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| JPS5725030A (en) * | 1980-07-23 | 1982-02-09 | Fujitsu Ltd | Intersubsystem communication system |
| JPS58106933A (ja) * | 1981-12-21 | 1983-06-25 | Fujitsu Ltd | メモリバツフア予約方式 |
| JPS58158733A (ja) * | 1982-03-16 | 1983-09-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | プロセツサ間通信方式 |
| JPS58158732A (ja) * | 1982-03-16 | 1983-09-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | プロセツサ間通信方式 |
| JPS59178049A (ja) * | 1983-03-28 | 1984-10-09 | Fujitsu Ltd | デ−タ転送制御方式 |
| JPS6195643A (ja) * | 1984-10-17 | 1986-05-14 | Nec Corp | デ−タ伝送方式 |
| JPS62296640A (ja) * | 1986-06-17 | 1987-12-23 | Fujitsu Ltd | 装置間通信制御方式 |
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