JP2854066B2 - マルチプロセッサシステム - Google Patents
マルチプロセッサシステムInfo
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- JP2854066B2 JP2854066B2 JP1659390A JP1659390A JP2854066B2 JP 2854066 B2 JP2854066 B2 JP 2854066B2 JP 1659390 A JP1659390 A JP 1659390A JP 1659390 A JP1659390 A JP 1659390A JP 2854066 B2 JP2854066 B2 JP 2854066B2
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Description
【発明の詳細な説明】 [目次] 概要 産業上の利用分野 従来の技術 発明が解決しようとする課題 課題を解決するための手段 作用 発明の効果 [概要] ライトバッファが各プロセッサに設けられたマルチプ
ロセッサシステムに関し、 共有メモリの使用効率を高めることが可能となるシス
テムの提供を目的とし、 ライトバッファが各々設けられた複数のプロセッサ
と、各プロセッサからアクセスされる共有メモリと、を
有し、各プロセッサは、プロセッサ内部におけるロック
サイクルの発生を検知する手段と、ロックサイクルの発
生が検知されたときにライトバッファで残留していたデ
ータを共有メモリへ逐次書き込む手段と、ライトバッフ
ァ内に残留していた全データの書き込み完了を監視する
手段と、全データの書き込み完了が確認されてから共有
メモリに対してライトシーケンスを開始する手段と、を
含む、ことにより構成される。
ロセッサシステムに関し、 共有メモリの使用効率を高めることが可能となるシス
テムの提供を目的とし、 ライトバッファが各々設けられた複数のプロセッサ
と、各プロセッサからアクセスされる共有メモリと、を
有し、各プロセッサは、プロセッサ内部におけるロック
サイクルの発生を検知する手段と、ロックサイクルの発
生が検知されたときにライトバッファで残留していたデ
ータを共有メモリへ逐次書き込む手段と、ライトバッフ
ァ内に残留していた全データの書き込み完了を監視する
手段と、全データの書き込み完了が確認されてから共有
メモリに対してライトシーケンスを開始する手段と、を
含む、ことにより構成される。
[産業上の利用分野] 本発明は、ライトバッファが各プロセッサに設けられ
たマルチプロセッサシステムに関する。
たマルチプロセッサシステムに関する。
第6図ではマルチプロセッサシステムの一例が示され
ており、プロセッサ12-1,12-2から共有バス60の使用権
獲得が共通バスアービタ62に要求される。
ており、プロセッサ12-1,12-2から共有バス60の使用権
獲得が共通バスアービタ62に要求される。
そして、共通バス60の使用許可が共通バスアービタ62
からプロセッサ12-1または12-2に与えられると、そのプ
ロセッサ12-1または12-2で共有メモリ14が共通バス60を
介してアクセスされる。
からプロセッサ12-1または12-2に与えられると、そのプ
ロセッサ12-1または12-2で共有メモリ14が共通バス60を
介してアクセスされる。
第7図ではプロセッサ12-1(12-2)の構成が説明され
ており、そのプロセッサ12-1(12-2)には処理部70,DV/
RV部(ドライバ/レシーバ部)72,74と共に、キャッシ
ュメモリ部76,ライトバッファ部10−(10-2)が設けら
れている。
ており、そのプロセッサ12-1(12-2)には処理部70,DV/
RV部(ドライバ/レシーバ部)72,74と共に、キャッシ
ュメモリ部76,ライトバッファ部10−(10-2)が設けら
れている。
このシステムにおいては、リードアクセスがキャッシ
ュメモリ部76の利用で高速化され、また、ライトアクセ
スがライトバッファ部10-1(10-2)の利用で高速化され
る。
ュメモリ部76の利用で高速化され、また、ライトアクセ
スがライトバッファ部10-1(10-2)の利用で高速化され
る。
したがって、各プロセッサ12-1,12-2のアクセス速度
を高めてシステムの性能を向上させることが可能とな
る。
を高めてシステムの性能を向上させることが可能とな
る。
[従来の技術] 第8図では従来システムの構成が説明されており、こ
のシステムにおいては一般のマルチプロセッサシステム
と同様にセマフォ制御で資源の獲得と解放が行われてい
る。
のシステムにおいては一般のマルチプロセッサシステム
と同様にセマフォ制御で資源の獲得と解放が行われてい
る。
このため、プロセッサ12-1,12-2の各ローカル領域と
共に、セマフォ領域が共有メモリ14で予め確保されてい
る。
共に、セマフォ領域が共有メモリ14で予め確保されてい
る。
プロセッサ12-1(12-2)においては、処理部70のアク
セスがローカル領域に対するものかセマフォ領域に対す
るものかがアドレスデコーダ部80で判断され、ローカル
領域に対するライトアクセスの場合には、その書き込み
データがライトバッファアクセス制御部82によりライト
バッファ部10-1へ与えられる。
セスがローカル領域に対するものかセマフォ領域に対す
るものかがアドレスデコーダ部80で判断され、ローカル
領域に対するライトアクセスの場合には、その書き込み
データがライトバッファアクセス制御部82によりライト
バッファ部10-1へ与えられる。
このライトバッファ部10-1には処理部70の書き込みデ
ータがFIFO的に蓄積され、各蓄積データは共通バス60の
空き時間を利用して古い順に共有メモリ14のローカル領
域へ逐次書き込まれる。
ータがFIFO的に蓄積され、各蓄積データは共通バス60の
空き時間を利用して古い順に共有メモリ14のローカル領
域へ逐次書き込まれる。
そのときの書き込みに利用されるライトバッファ部10
-1が高速動作でき、処理部70においては書き込みデータ
の送出でライトサイクルが直ちに終了するので、処理部
70はそのライトサイクルに続けて次の命令フェッチを行
うことが可能となる。
-1が高速動作でき、処理部70においては書き込みデータ
の送出でライトサイクルが直ちに終了するので、処理部
70はそのライトサイクルに続けて次の命令フェッチを行
うことが可能となる。
ここで、ロックサイクルによるリード・モティファイ
・ライトサイクルにおいては、書き込みデータがライト
バッファ10-1に与えられると、そのロックサイクルがた
だちに終了するので、ライトバッファ10-1に蓄積された
書き込みデータが共有メモリ14のセマフォ領域へ書き込
まれる前に、他のプロセッサ12-2がこのセマフォ領域を
リードアクセスする可能性が生じ、その場合には獲得資
源の正常性を保証することが困難となる。
・ライトサイクルにおいては、書き込みデータがライト
バッファ10-1に与えられると、そのロックサイクルがた
だちに終了するので、ライトバッファ10-1に蓄積された
書き込みデータが共有メモリ14のセマフォ領域へ書き込
まれる前に、他のプロセッサ12-2がこのセマフォ領域を
リードアクセスする可能性が生じ、その場合には獲得資
源の正常性を保証することが困難となる。
そこで、共有メモリ14におけるセマフォ領域のアドレ
ス空間が固定化されており、セアフォ領域に対するアク
セスは、ライトバッファ10-1を介すことなく、共有メモ
リアクセス制御部84により直接行われる。
ス空間が固定化されており、セアフォ領域に対するアク
セスは、ライトバッファ10-1を介すことなく、共有メモ
リアクセス制御部84により直接行われる。
[発明が解決しようとする課題] しかしながら、仮想記憶方式が導入され、メモリの増
設が自由なシステムにおいては、共有メモリ14のセマフ
ォ領域がハードウェア的に固定されると、セマフォ領域
に未使用部分が存在している場合であっても、ローカル
領域からあふれたデータが第9図で示されるようにディ
スク上へ追い出される。
設が自由なシステムにおいては、共有メモリ14のセマフ
ォ領域がハードウェア的に固定されると、セマフォ領域
に未使用部分が存在している場合であっても、ローカル
領域からあふれたデータが第9図で示されるようにディ
スク上へ追い出される。
したがって、共有メモリ14を有効に利用することが不
可能となり、システムの処理速度が低下する。
可能となり、システムの処理速度が低下する。
本発明は上記従来の事情に鑑みてなされたものであ
り、その目的は、共有メモリの使用効率を高めることが
可能となるシステムを提供することにある。
り、その目的は、共有メモリの使用効率を高めることが
可能となるシステムを提供することにある。
[課題を解決するための手段] 上記目的を達成するために、本発明に係るシステムは
第1図のように構成されている。
第1図のように構成されている。
同図(A)のプロセッサ12-1,12-2・・・12-nにはラ
イトバッファ10-1,10-2・・・10-nが各々設けられてお
り、それらのプロセッサ12-1,12-2・・・12-nにより共
有メモリ14がアクセスされる。
イトバッファ10-1,10-2・・・10-nが各々設けられてお
り、それらのプロセッサ12-1,12-2・・・12-nにより共
有メモリ14がアクセスされる。
そして、各プロセッサ12-1,12-2・・・12-nにおいて
は、プロセッサ内部におけけるロックサイクルの発生が
手段16により検知される。
は、プロセッサ内部におけけるロックサイクルの発生が
手段16により検知される。
この手段16によりロックサイクルの発生が検知される
と、ライトバッファ10-1,10-2・・・10-nで残留してい
たデータが手段18により共有メモリ14へ逐次書き込まれ
る。
と、ライトバッファ10-1,10-2・・・10-nで残留してい
たデータが手段18により共有メモリ14へ逐次書き込まれ
る。
また、ライトバッファ10-1,10-2・・・10-n内に残留
していた全データの書き込み完了が手段20で監視され、
全データの書き込み完了が手段20の出力から確認される
と、共有メモリに対するライトシーケンスが手段22によ
り開始される。
していた全データの書き込み完了が手段20で監視され、
全データの書き込み完了が手段20の出力から確認される
と、共有メモリに対するライトシーケンスが手段22によ
り開始される。
[作用] 本発明では、プロセッサ12-1,12-2・・・12-nでロッ
クサイクルの発生が検知されると、ライトバッファ10-
1,10-2・・・10-nの内容がすべて書き出された後に、共
有メモリ14に対するライトシーケンスが開始される。
クサイクルの発生が検知されると、ライトバッファ10-
1,10-2・・・10-nの内容がすべて書き出された後に、共
有メモリ14に対するライトシーケンスが開始される。
したがって、ロックサイクルが発生してからライトシ
ーケンスが行われるまで各プロセッサ12-1,12-2・・・1
2-nは共有メモリ14を独占的に使用でき、他のアクセス
が排除される。
ーケンスが行われるまで各プロセッサ12-1,12-2・・・1
2-nは共有メモリ14を独占的に使用でき、他のアクセス
が排除される。
[実施例] 以下、図面に基づいて本発明に係るシステムの好適な
実施例を説明する。
実施例を説明する。
第2図では実施例の構成が説明されており、プロセッ
サ12-1にはライトバッファ部10-1,処理部70,DV/RV部72,
74,キャッシュメモリ部76と共に、内部バスアービタ部2
8が設けられている。
サ12-1にはライトバッファ部10-1,処理部70,DV/RV部72,
74,キャッシュメモリ部76と共に、内部バスアービタ部2
8が設けられている。
プロセッサ12-2もプロセッサ12-1と同様な構成とされ
ており、それらのプロセッサ12-1,12-2により共有メモ
リ14が共通バス60を介してアクセスされる。
ており、それらのプロセッサ12-1,12-2により共有メモ
リ14が共通バス60を介してアクセスされる。
第3図ではフローチャートにより、第4図ではタイミ
ングチャートにより、本実施例の作用が各々説明されて
いる。
ングチャートにより、本実施例の作用が各々説明されて
いる。
共有メモリ14に対するロックサイクルの読み出し要求
がプロセッサ12-1の処理部70で発生し(ステップ300でY
ES)、内部バス使用権の獲得が内部バスアービタ部28で
許可されると(ステップ302でYES)、共通バスアービタ
62へ共通バス使用権の獲得要求が送出される(ステップ
304)。
がプロセッサ12-1の処理部70で発生し(ステップ300でY
ES)、内部バス使用権の獲得が内部バスアービタ部28で
許可されると(ステップ302でYES)、共通バスアービタ
62へ共通バス使用権の獲得要求が送出される(ステップ
304)。
その共通バスアービタ62から送出された許可信号の受
信が確認されると(ステップ306でyes)、共有メモリ14
からデータが読み出され(ステップ308)、これと共
に、ロック信号200(第2図参照)がオンされる(ステ
ップ310)。
信が確認されると(ステップ306でyes)、共有メモリ14
からデータが読み出され(ステップ308)、これと共
に、ロック信号200(第2図参照)がオンされる(ステ
ップ310)。
このように、ロックサイクルで共有メモリ14からデー
タが読み出される際にロック信号200がオンされるの
で、他のプロセッサ12-2からその後に送出される共通バ
ス60の使用権獲得要求は共通バスアービタ62で無視され
る。
タが読み出される際にロック信号200がオンされるの
で、他のプロセッサ12-2からその後に送出される共通バ
ス60の使用権獲得要求は共通バスアービタ62で無視され
る。
次に、共有メモリ14へ書き込むべきデータ(ライト要
求)がライトバッファ10-1部内に残留しているか否かが
内部バスアービタ部28により確認され(ステップ31
2)、ライトバッファ部10-1内におけるデータの残留が
確認されると(ステップ312でYES)、それらのデータが
古い順に共有メモリ14へ逐次書き込まれる(ステップ31
4)。
求)がライトバッファ10-1部内に残留しているか否かが
内部バスアービタ部28により確認され(ステップ31
2)、ライトバッファ部10-1内におけるデータの残留が
確認されると(ステップ312でYES)、それらのデータが
古い順に共有メモリ14へ逐次書き込まれる(ステップ31
4)。
なお、ロック信号200がオフされていた場合には、通
常の書き込みデータが選択され、ライトバッファ部10-1
にデータが書き込まれると、ライトサイクルがただちに
終了する。
常の書き込みデータが選択され、ライトバッファ部10-1
にデータが書き込まれると、ライトサイクルがただちに
終了する。
また、共通バス60の使用権がリードサイクルで獲得さ
れているので、ライトサイクルでは共通バスアービタ62
へ共通バス使用権の獲得要求が送出されない。
れているので、ライトサイクルでは共通バスアービタ62
へ共通バス使用権の獲得要求が送出されない。
その後、全てのデータが共通メモリ14へ書き出された
場合,あるいは残留データが存在しなかった場合には
(ステップ312でNO)、ロック信号200がロックされたま
ま、共有メモリ14に対するライトシーケンスが開始され
(ステップ316)、その終了後にロック信号を200がオフ
される(ステップ318)。
場合,あるいは残留データが存在しなかった場合には
(ステップ312でNO)、ロック信号200がロックされたま
ま、共有メモリ14に対するライトシーケンスが開始され
(ステップ316)、その終了後にロック信号を200がオフ
される(ステップ318)。
以上のように、ロックサイクルによるリード・モティ
ファイ・ライトサイクルのアクセスが行われる場合に
は、リードサイクルの開始と共にロック信号200がオン
され、ライトシーケンスが一旦保留されてその保留中に
ライトバッファ10-1の内容が書き出され、保留されたラ
イトシーケンスが最後に行われる。
ファイ・ライトサイクルのアクセスが行われる場合に
は、リードサイクルの開始と共にロック信号200がオン
され、ライトシーケンスが一旦保留されてその保留中に
ライトバッファ10-1の内容が書き出され、保留されたラ
イトシーケンスが最後に行われる。
したがって、データをライトバッファ10-1に書き込ん
だ場合であっても、そのデータが共有メモリ14のセマフ
ォ領域へ実際に書き込まれる前に、他のプロセッサ12-2
がこの領域をリードアクセスすることはなく、したがっ
て、獲得資源の正常性を確実に保証できる。
だ場合であっても、そのデータが共有メモリ14のセマフ
ォ領域へ実際に書き込まれる前に、他のプロセッサ12-2
がこの領域をリードアクセスすることはなく、したがっ
て、獲得資源の正常性を確実に保証できる。
このため、セマフォ領域のアドレス空間を固定するこ
とが不要となり、その結果、アドレス空間とは無関係に
セマフォ制御を行うことが可能となる。
とが不要となり、その結果、アドレス空間とは無関係に
セマフォ制御を行うことが可能となる。
すなわち本実施例によれば、セマフォ領域を必要とさ
れる分だけ共有メモリ14上に割当て、第5図のようにそ
の共有メモリ14を効率的に使用することが可能となる。
れる分だけ共有メモリ14上に割当て、第5図のようにそ
の共有メモリ14を効率的に使用することが可能となる。
[発明の効果] 以上説明したように本発明によれば、ロックサイクル
の発生が検知されたときにライトシーケンスが保留さ
れ、その保留中にライトバッファ残留の全データが共有
メモリへ書き出されるので、アドレス空間とは無関係に
セマフォ制御を行って共有メモリを効率良く使用するこ
とが可能となり、このため、システムの処理をより高速
化できる。
の発生が検知されたときにライトシーケンスが保留さ
れ、その保留中にライトバッファ残留の全データが共有
メモリへ書き出されるので、アドレス空間とは無関係に
セマフォ制御を行って共有メモリを効率良く使用するこ
とが可能となり、このため、システムの処理をより高速
化できる。
第1図は発明の原理説明図、 第2図は実施例の構成説明図、 第3図は実施例の作用説明するフローチャート、 第4図は実施例の作用説明するタイミングチャート、 第5図は実施例におけるメモリ管理の作用説明図、 第6図はマルチプロセッサシステムの全体構成説明図、 第7図はライトバッファが設けられたプロセッサの構成
説明図、 第8図は従来例の構成説明図、 第9図は従来例におけるメモリ管理の作用説明図、 である。 10-1,10-2……ライトバッファ部 12-1,12-2……プロセッサ 14……共有メモリ 28……内部バスアービタ部 60……共通バス 62……共通バスアービタ 70……処理部 72,74……DV/RV部 76……キャッシュメモリ部 200……ロック信号
説明図、 第8図は従来例の構成説明図、 第9図は従来例におけるメモリ管理の作用説明図、 である。 10-1,10-2……ライトバッファ部 12-1,12-2……プロセッサ 14……共有メモリ 28……内部バスアービタ部 60……共通バス 62……共通バスアービタ 70……処理部 72,74……DV/RV部 76……キャッシュメモリ部 200……ロック信号
Claims (1)
- 【請求項1】ライトバッファ(10-1,10-2・・・10-n)
が各々設けられた複数のプロセッサ(12-1,12-2・・・1
2-n)と、 各プロセッサ(12-1,12-2・・・12-n)からアクセスさ
れる共有メモリ(14)と、 を有し、 各プロセッサ(12-1,12-2・・・12-n)は、 プロセッサ内部におけるロックサイクルの発生を検知す
る手段(16)と、 ロックサイクルの発生が検知されたときにライトバッフ
ァ(10-1,10-2・・・10-n)で残留していたデータを共
有メモリ(14)へ逐次書き込む手段(18)と、 ライトバッファ(10-1,10-2・・・10-n)内に残留して
いた全データの書き込み完了を監視する手段(20)と、 全データの書き込み完了が確認されてから共有メモリ
(14)に対してライトシーケンスを開始する手段(22)
と、 を含む、 ことを特徴とするマルチプロセッサシステム。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP1659390A JP2854066B2 (ja) | 1990-01-26 | 1990-01-26 | マルチプロセッサシステム |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP1659390A JP2854066B2 (ja) | 1990-01-26 | 1990-01-26 | マルチプロセッサシステム |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH03220659A JPH03220659A (ja) | 1991-09-27 |
JP2854066B2 true JP2854066B2 (ja) | 1999-02-03 |
Family
ID=11920578
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP1659390A Expired - Fee Related JP2854066B2 (ja) | 1990-01-26 | 1990-01-26 | マルチプロセッサシステム |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2854066B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
CN113222115B (zh) * | 2021-04-30 | 2024-03-01 | 西安邮电大学 | 面向卷积神经网络的共享缓存阵列 |
-
1990
- 1990-01-26 JP JP1659390A patent/JP2854066B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH03220659A (ja) | 1991-09-27 |
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Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
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