JP3412554B2 - バス調停回路 - Google Patents
バス調停回路Info
- Publication number
- JP3412554B2 JP3412554B2 JP11000399A JP11000399A JP3412554B2 JP 3412554 B2 JP3412554 B2 JP 3412554B2 JP 11000399 A JP11000399 A JP 11000399A JP 11000399 A JP11000399 A JP 11000399A JP 3412554 B2 JP3412554 B2 JP 3412554B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- bus
- node
- management table
- arbitration
- acquisition
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Landscapes
- Multi Processors (AREA)
- Bus Control (AREA)
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のノードがバ
スを共有する場合のバス使用権を調停するバス調停回路
に関し、特にバス使用権獲得ノードの推移状況を監視し
てバス使用権優先順位を決定するバス調停回路に関す
る。
スを共有する場合のバス使用権を調停するバス調停回路
に関し、特にバス使用権獲得ノードの推移状況を監視し
てバス使用権優先順位を決定するバス調停回路に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムは、ノードと言わ
れる機能ブロックがバスに接続された構成になってい
る。あるノードから他のノードに情報を送信する場合に
は、バス使用に先立ってバス使用権を獲得する必要があ
る。複数のノードからバス使用権獲得要求が出た場合に
は、バス使用権を獲得するノードを決定するための調停
が行われる。
れる機能ブロックがバスに接続された構成になってい
る。あるノードから他のノードに情報を送信する場合に
は、バス使用に先立ってバス使用権を獲得する必要があ
る。複数のノードからバス使用権獲得要求が出た場合に
は、バス使用権を獲得するノードを決定するための調停
が行われる。
【０００３】従来のバス使用権獲得のための調停方法と
して、その優先順位を決定するアルゴリズムにＬＲＵ方
式（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）が採用
されている。ＬＲＵ方式とは、最近バスを使用したノー
ドほど優先順位が低い、または最近バスを使用していな
いノードほど優先順位が高い方式である。
して、その優先順位を決定するアルゴリズムにＬＲＵ方
式（Ｌｅａｓｔ Ｒｅｃｅｎｔｌｙ Ｕｓｅｄ）が採用
されている。ＬＲＵ方式とは、最近バスを使用したノー
ドほど優先順位が低い、または最近バスを使用していな
いノードほど優先順位が高い方式である。
【０００４】複数のノードが同時にメモリアクセスを行
う場合のメモリロックの排他制御を例にとり、バス使用
権の推移について説明する。
う場合のメモリロックの排他制御を例にとり、バス使用
権の推移について説明する。
【０００５】一般に、このような排他制御ではロックワ
ードと呼ぶロック状態を示す領域をバスに接続されてい
るメモリ制御部のメモリ内に設け、各ノードはこのロッ
クワードを監視することによって排他制御を実現してい
る。図１２は、この排他制御の流れを示す図である。
ードと呼ぶロック状態を示す領域をバスに接続されてい
るメモリ制御部のメモリ内に設け、各ノードはこのロッ
クワードを監視することによって排他制御を実現してい
る。図１２は、この排他制御の流れを示す図である。
【０００６】まず、排他制御を実行したいノードはメモ
リ上のロックワードをリードし、ロックワードがロック
状態であるかアンロック状態であるかを判断し、ロック
状態であればアンロック状態になるまでリードを繰り返
す（ステップ１００〜１０１）。ただし、ノードがキャ
ッシュを持つ場合には、２回目以降のリードはキャッシ
ュにヒットするため、バスに発行されるリードは最初の
１回だけとなる。
リ上のロックワードをリードし、ロックワードがロック
状態であるかアンロック状態であるかを判断し、ロック
状態であればアンロック状態になるまでリードを繰り返
す（ステップ１００〜１０１）。ただし、ノードがキャ
ッシュを持つ場合には、２回目以降のリードはキャッシ
ュにヒットするため、バスに発行されるリードは最初の
１回だけとなる。
【０００７】ロックワードがアンロック状態であればロ
ックワードの排他性を確保するために他のノードのキャ
ッシュを無効化してからロックワードをロック状態にラ
イトする（ステップ１０２〜１０３）。
ックワードの排他性を確保するために他のノードのキャ
ッシュを無効化してからロックワードをロック状態にラ
イトする（ステップ１０２〜１０３）。
【０００８】ロックワードをロック状態にした、つまり
ロックワードを獲得したノードは一連のロック処理が終
了すると、ロックワードの排他性を確保するために他の
ノードのキャッシュを無効化してからロックワードをア
ンロック状態にライトし、ロックワードを解放する（ス
テップ１０４〜１０６）。
ロックワードを獲得したノードは一連のロック処理が終
了すると、ロックワードの排他性を確保するために他の
ノードのキャッシュを無効化してからロックワードをア
ンロック状態にライトし、ロックワードを解放する（ス
テップ１０４〜１０６）。
【０００９】一通りの排他制御を実行したノードはロッ
クの後処理を実行し、続けて排他制御が必要であれば再
びロックワードのリードから開始する（ステップ１０７
〜１０８）。
クの後処理を実行し、続けて排他制御が必要であれば再
びロックワードのリードから開始する（ステップ１０７
〜１０８）。
【００１０】一方、ロックワードを獲得できなかったノ
ードはキャッシュを無効化されるとリードがキャッシュ
にヒットしなくなるので、ロックワードがロックされた
後とロックワードがアンロックされた後に１回ずつバス
にリードを発行することになる。
ードはキャッシュを無効化されるとリードがキャッシュ
にヒットしなくなるので、ロックワードがロックされた
後とロックワードがアンロックされた後に１回ずつバス
にリードを発行することになる。
【００１１】図１３は、上記の排他制御に伴うバス調停
結果、すなわちバス使用権の推移を示すものである。
結果、すなわちバス使用権の推移を示すものである。
【００１２】まず、ロックワードがアンロック状態であ
り、ノード１、ノード３、ノード２の順番にバスにリー
ドを発行してロックワードの状態を確認する（ステップ
２００〜２０２）。
り、ノード１、ノード３、ノード２の順番にバスにリー
ドを発行してロックワードの状態を確認する（ステップ
２００〜２０２）。
【００１３】続いて、各ノードはロックワードがアンロ
ック状態なので、ロックワードを獲得するために他のノ
ードのキャッシュを無効化しようと試みるが、このキャ
ッシュの無効化は排他的に実行されるため、先にバスに
発行したノードのみが他のノードのキャッシュを無効化
できる。ここでは、ノード１がバス上で最も優先順位が
高いため、他のノードのキャッシュ無効化を実行し、ロ
ックワードを獲得してロック状態にする（ステップ２０
３）。ノード３、ノード２はキャッシュを無効化された
ため、バスにロックワードのリードを発行する（ステッ
プ２０４〜２０５）が２回目以降はキャッシュにヒット
するため、バスに発行されるリードは１回ずつとなる。
その後、ノード１はロックワードをアンロック状態にす
るために、まず各ノードのキャッシュを無効化し、アン
ロック状態にしてロックワードを解放する（ステップ２
０６）。
ック状態なので、ロックワードを獲得するために他のノ
ードのキャッシュを無効化しようと試みるが、このキャ
ッシュの無効化は排他的に実行されるため、先にバスに
発行したノードのみが他のノードのキャッシュを無効化
できる。ここでは、ノード１がバス上で最も優先順位が
高いため、他のノードのキャッシュ無効化を実行し、ロ
ックワードを獲得してロック状態にする（ステップ２０
３）。ノード３、ノード２はキャッシュを無効化された
ため、バスにロックワードのリードを発行する（ステッ
プ２０４〜２０５）が２回目以降はキャッシュにヒット
するため、バスに発行されるリードは１回ずつとなる。
その後、ノード１はロックワードをアンロック状態にす
るために、まず各ノードのキャッシュを無効化し、アン
ロック状態にしてロックワードを解放する（ステップ２
０６）。
【００１４】キャッシュを無効化されたノード３とノー
ド２は再びバスにロックワードのリードを発行し（ステ
ップ２０７〜２０８）、ロックワードがアンロック状態
なので、ロックワードを獲得するために他のノードのキ
ャッシュを無効化するが、ノード３がノード２よりもバ
ス上で優先順位が高いため（このとき、ノード１はキャ
ッシュを無効化してロックワードをアンロックした後な
のでバス使用要求がない状態）、ロックワードを獲得し
てロック状態にする（ステップ２０９）。キャッシュを
無効化されたノード２と再び排他制御を開始しようとす
るノード１がバスにロックワードのリードを発行するが
（ステップ２１０〜２１１）、ここでノード１がノード
２よりもバス上で優先順位が高いため、先にノード１の
リードが発行される。ここでも２回目以降はキャッシュ
にヒットするため、バスに発行されるリードは１回ずつ
となる。その後、ノード３はロックワードをアンロック
状態にするために、まず各ノードのキャッシュを無効化
し、アンロック状態にしてロックワードを解放する（ス
テップ２１２）。
ド２は再びバスにロックワードのリードを発行し（ステ
ップ２０７〜２０８）、ロックワードがアンロック状態
なので、ロックワードを獲得するために他のノードのキ
ャッシュを無効化するが、ノード３がノード２よりもバ
ス上で優先順位が高いため（このとき、ノード１はキャ
ッシュを無効化してロックワードをアンロックした後な
のでバス使用要求がない状態）、ロックワードを獲得し
てロック状態にする（ステップ２０９）。キャッシュを
無効化されたノード２と再び排他制御を開始しようとす
るノード１がバスにロックワードのリードを発行するが
（ステップ２１０〜２１１）、ここでノード１がノード
２よりもバス上で優先順位が高いため、先にノード１の
リードが発行される。ここでも２回目以降はキャッシュ
にヒットするため、バスに発行されるリードは１回ずつ
となる。その後、ノード３はロックワードをアンロック
状態にするために、まず各ノードのキャッシュを無効化
し、アンロック状態にしてロックワードを解放する（ス
テップ２１２）。
【００１５】キャッシュを無効化されたノード１とノー
ド２はバスにロックワードのリードを発行し（ステップ
２１３〜２１４）、ロックワードがアンロック状態なの
で、ロックワードを獲得するために他のノードのキャッ
シュを無効化するが、ノード１がノード２よりもバス上
で優先順位が高いため、ロックワードを獲得してロック
状態にする（ステップ２１５）。図１３を参照して上記
説明した各ステップにおけるバス使用権のノード優先順
位を、以下に示す。 ステップ２００の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０１の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０２の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０３の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０４の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０５の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０６の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０７の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０８の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０９の後：ノード１、ノード２、ノード３の
順。 ステップ２１０の後：ノード２、ノード３、ノード１の
順。 ステップ２１１の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 ステップ２１２の後：ノード１、ノード２、ノード３の
順。 ステップ２１３の後：ノード２、ノード３、ノード１の
順。 ステップ２１４の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 ステップ２１５の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。
ド２はバスにロックワードのリードを発行し（ステップ
２１３〜２１４）、ロックワードがアンロック状態なの
で、ロックワードを獲得するために他のノードのキャッ
シュを無効化するが、ノード１がノード２よりもバス上
で優先順位が高いため、ロックワードを獲得してロック
状態にする（ステップ２１５）。図１３を参照して上記
説明した各ステップにおけるバス使用権のノード優先順
位を、以下に示す。 ステップ２００の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０１の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０２の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０３の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０４の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０５の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０６の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０７の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０８の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０９の後：ノード１、ノード２、ノード３の
順。 ステップ２１０の後：ノード２、ノード３、ノード１の
順。 ステップ２１１の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 ステップ２１２の後：ノード１、ノード２、ノード３の
順。 ステップ２１３の後：ノード２、ノード３、ノード１の
順。 ステップ２１４の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 ステップ２１５の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。
【００１６】このように、ノード１とノード３が交互に
ロックワードを獲得してロック処理を行い、ノード２は
ロックワードを獲得できずロック処理が実行できないた
め、ソフトウェアによっては処理待ちタイムアウト等が
発生し問題となる。
ロックワードを獲得してロック処理を行い、ノード２は
ロックワードを獲得できずロック処理が実行できないた
め、ソフトウェアによっては処理待ちタイムアウト等が
発生し問題となる。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の方式で
は、特定ノードがバス使用権は獲得できるもののメモリ
ロックが実行できないという状態が生じるという問題が
発生する。
は、特定ノードがバス使用権は獲得できるもののメモリ
ロックが実行できないという状態が生じるという問題が
発生する。
【００１８】本発明の目的は、バス使用権の調停におけ
る優先順位を攪乱する手段を有するバス調停回路を提供
することにある。本バス調停回路を適用することによ
り、特定のノードがバス使用権は獲得できるもののメモ
リロックが実行できないという状態を解消することがで
きる。
る優先順位を攪乱する手段を有するバス調停回路を提供
することにある。本バス調停回路を適用することによ
り、特定のノードがバス使用権は獲得できるもののメモ
リロックが実行できないという状態を解消することがで
きる。
【００１９】
【課題を解決するための手段】本願第１の発明のバス調
停回路は、複数のノードがバスに接続されるコンピュー
タシステムにおいて、前記ノード間の前記バスの使用権
を調停する回路であって、前記ノードのバス使用権の優
先順位を保持している管理テーブルと、前記バスに出力
されたバス使用権を要求するリクエストを受信するリク
エスト受信部と、繰り返し検出回路からの攪乱指示がな
い場合には前記管理テーブルの情報と前記リクエスト受
信部が受信したリクエスト情報とを照合して要求があっ
たノードの中で最も優先順位の高いノードをバス使用権
獲得ノードとして決定し、繰り返し検出回路からの攪乱
指示がある場合には前記管理テーブルの情報から得られ
る候補ノードの次順位のノードにバス使用権を与えるこ
とでバス使用権獲得ノードを決定する獲得ノード決定論
理部と、前記獲得ノード決定論理部により決定されたバ
ス使用権獲得ノード情報を獲得ノード監視バッファと管
理テーブル更新論理部に転送するとともに、バス使用権
獲得ノードが自ノードであるかを判断して自ノードがバ
ス使用権を獲得したのであれば前記バスの使用を開始す
るよう自ノードのバス使用部に指示を出す調停制御部
と、前記調停制御部から送られたバス使用権獲得ノード
情報を基に前記管理テーブルを更新する管理テーブル更
新論理部と、前記調停制御部から送られたバス使用権獲
得ノード情報が登録される獲得ノード監視バッファと、
複数のノードが同じ順番でバス使用権を獲得しているこ
とが繰り返されているかを前記獲得ノード監視バッファ
から検出し規定の回数繰り返されていれば前記獲得ノー
ド決定論理部に前記管理テーブルから得られるノードと
は異なったノードにバス使用権を与えるよう攪乱指示を
送る繰り返し検出回路と、を備える。
停回路は、複数のノードがバスに接続されるコンピュー
タシステムにおいて、前記ノード間の前記バスの使用権
を調停する回路であって、前記ノードのバス使用権の優
先順位を保持している管理テーブルと、前記バスに出力
されたバス使用権を要求するリクエストを受信するリク
エスト受信部と、繰り返し検出回路からの攪乱指示がな
い場合には前記管理テーブルの情報と前記リクエスト受
信部が受信したリクエスト情報とを照合して要求があっ
たノードの中で最も優先順位の高いノードをバス使用権
獲得ノードとして決定し、繰り返し検出回路からの攪乱
指示がある場合には前記管理テーブルの情報から得られ
る候補ノードの次順位のノードにバス使用権を与えるこ
とでバス使用権獲得ノードを決定する獲得ノード決定論
理部と、前記獲得ノード決定論理部により決定されたバ
ス使用権獲得ノード情報を獲得ノード監視バッファと管
理テーブル更新論理部に転送するとともに、バス使用権
獲得ノードが自ノードであるかを判断して自ノードがバ
ス使用権を獲得したのであれば前記バスの使用を開始す
るよう自ノードのバス使用部に指示を出す調停制御部
と、前記調停制御部から送られたバス使用権獲得ノード
情報を基に前記管理テーブルを更新する管理テーブル更
新論理部と、前記調停制御部から送られたバス使用権獲
得ノード情報が登録される獲得ノード監視バッファと、
複数のノードが同じ順番でバス使用権を獲得しているこ
とが繰り返されているかを前記獲得ノード監視バッファ
から検出し規定の回数繰り返されていれば前記獲得ノー
ド決定論理部に前記管理テーブルから得られるノードと
は異なったノードにバス使用権を与えるよう攪乱指示を
送る繰り返し検出回路と、を備える。
【００２０】
【００２１】
【００２２】本願第２の発明のバス調停回路は、第１の
発明における前記バスがアドレスバスとデータバスに分
かれていて前記アドレスバスと前記データバスに個々に
適用されることを特徴とする。
発明における前記バスがアドレスバスとデータバスに分
かれていて前記アドレスバスと前記データバスに個々に
適用されることを特徴とする。
【００２３】本願第３の発明のバス調停回路は、第１の
発明における前記バスがアドレスバスとデータバスに分
かれていて前記アドレスバスに適用されることを特徴と
する。
発明における前記バスがアドレスバスとデータバスに分
かれていて前記アドレスバスに適用されることを特徴と
する。
【００２４】本願第４の発明のバス調停回路は、第１の
発明における前記バスがアドレスとデータの共用バスで
あることを特徴とする。
発明における前記バスがアドレスとデータの共用バスで
あることを特徴とする。
【００２５】
【発明の実施の形態】本発明の第１の実施の形態につい
て、図面を参照して詳細に説明する。
て、図面を参照して詳細に説明する。
【００２６】図１は、コンピュータシステムの構成を簡
略化して示したもので、ノードＡ１，ノードＢ２，およ
びノードＣ３がバス４に接続されている。
略化して示したもので、ノードＡ１，ノードＢ２，およ
びノードＣ３がバス４に接続されている。
【００２７】ノードＡ１，ノードＢ２，およびノードＣ
３は、ノードである。ノードとは、特定の機能的まとま
りを持った機能ブロックであり、例えばプロセッサを含
むプロセッサ制御部であったり、メモリを含むメモリ制
御部であったり、あるいはＩ／Ｏ制御部のようなもので
ある。なお、ノードの数は、システム構成によって決ま
る値である。
３は、ノードである。ノードとは、特定の機能的まとま
りを持った機能ブロックであり、例えばプロセッサを含
むプロセッサ制御部であったり、メモリを含むメモリ制
御部であったり、あるいはＩ／Ｏ制御部のようなもので
ある。なお、ノードの数は、システム構成によって決ま
る値である。
【００２８】バス４は、ノード間で情報を送信するとき
の伝送路である。ここでのバスはアドレスバスとデータ
バスが一体となったものである。
の伝送路である。ここでのバスはアドレスバスとデータ
バスが一体となったものである。
【００２９】バス調停回路５は、ノード間でのバス使用
権を調停する。各ノードはバス４の使用に先立ってバス
４の使用権を獲得する必要がある。バス４の使用権を獲
得したノードがバス４を使用できる。バス使用権を獲得
するために、各ノードはリクエストと呼ぶバス使用要求
をバス４に出力し、このリクエストを基にバス４を使用
するノードを決定するための調停を行う。この調停には
分散方式と呼ぶ、各ノードが同じ情報をもとに分散して
調停を行う方式を採用している。ノードＡ１，ノードＢ
２，およびノードＣ３に設けられているバス調停回路５
は同じものである。
権を調停する。各ノードはバス４の使用に先立ってバス
４の使用権を獲得する必要がある。バス４の使用権を獲
得したノードがバス４を使用できる。バス使用権を獲得
するために、各ノードはリクエストと呼ぶバス使用要求
をバス４に出力し、このリクエストを基にバス４を使用
するノードを決定するための調停を行う。この調停には
分散方式と呼ぶ、各ノードが同じ情報をもとに分散して
調停を行う方式を採用している。ノードＡ１，ノードＢ
２，およびノードＣ３に設けられているバス調停回路５
は同じものである。
【００３０】図２は、バス調停回路５のブロック図であ
る。
る。
【００３１】図２を参照すると、バス調停回路５は、管
理テーブル１０と、リクエスト受信部１１と、獲得ノー
ド決定論理部１２と、調停制御部１３と、管理テーブル
更新論理部１４と、獲得ノード監視バッファ１５と、繰
り返し検出回路１６と、から構成されている。
理テーブル１０と、リクエスト受信部１１と、獲得ノー
ド決定論理部１２と、調停制御部１３と、管理テーブル
更新論理部１４と、獲得ノード監視バッファ１５と、繰
り返し検出回路１６と、から構成されている。
【００３２】管理テーブル１０は、各ノードのバス使用
権の優先順位を保持している。管理テーブル１０にはノ
ードと優先順位の対応が記録されていて、最も優先順位
の高い行に”１”が立っているノードがバス使用権に関
して最も優先順位が高く、次の行に”１”が立っている
ノードが次に高い優先順位を持つ。管理テーブルの例を
図３に示す。図３の例は、優先順位がノードＢ２，ノー
ドＡ１，ノードＣ３の順であることを示している。
権の優先順位を保持している。管理テーブル１０にはノ
ードと優先順位の対応が記録されていて、最も優先順位
の高い行に”１”が立っているノードがバス使用権に関
して最も優先順位が高く、次の行に”１”が立っている
ノードが次に高い優先順位を持つ。管理テーブルの例を
図３に示す。図３の例は、優先順位がノードＢ２，ノー
ドＡ１，ノードＣ３の順であることを示している。
【００３３】リクエスト受信部１１は、バス４に出力さ
れたバス使用権を要求するリクエストを受信する。バス
使用権要求リクエストは各ノードにビットが割り当てら
れており、その対応するビットに”１”を立てれば要求
あり、立っていなければ要求なしと判断する。ノードに
在るリクエスト発信部（図示せず）から、ノードＢ２と
ノードＣ３がバス使用権要求をリクエストした場合の例
を図４に示す。
れたバス使用権を要求するリクエストを受信する。バス
使用権要求リクエストは各ノードにビットが割り当てら
れており、その対応するビットに”１”を立てれば要求
あり、立っていなければ要求なしと判断する。ノードに
在るリクエスト発信部（図示せず）から、ノードＢ２と
ノードＣ３がバス使用権要求をリクエストした場合の例
を図４に示す。
【００３４】獲得ノード決定論理部１２は、管理テーブ
ル１０の情報とリクエスト受信部１１が受信したリクエ
スト情報とを照合して、要求があったノードの中で最も
優先順位の高いノードをバス使用権獲得ノードとして決
定する。また、繰り返し検出回路１６からの攪乱指示に
より、管理テーブル１０の情報から得られる候補ノード
の次順位のノードにバス使用権を与えるよう攪乱処理を
行いバス使用権獲得ノードを決定する。この攪乱処理
は、管理テーブル１０の情報とリクエスト受信部１１が
受信したリクエスト情報とを照合するときに最高優先ノ
ードからのリクエストをマスクすることにより行っても
よいし、最高優先ノードを優先順位が最も低くなるよう
に管理テーブル１０を攪乱することにより行ってもよ
い。このようにして決定されたバス使用権獲得ノード情
報は調停制御部１３に送られる。
ル１０の情報とリクエスト受信部１１が受信したリクエ
スト情報とを照合して、要求があったノードの中で最も
優先順位の高いノードをバス使用権獲得ノードとして決
定する。また、繰り返し検出回路１６からの攪乱指示に
より、管理テーブル１０の情報から得られる候補ノード
の次順位のノードにバス使用権を与えるよう攪乱処理を
行いバス使用権獲得ノードを決定する。この攪乱処理
は、管理テーブル１０の情報とリクエスト受信部１１が
受信したリクエスト情報とを照合するときに最高優先ノ
ードからのリクエストをマスクすることにより行っても
よいし、最高優先ノードを優先順位が最も低くなるよう
に管理テーブル１０を攪乱することにより行ってもよ
い。このようにして決定されたバス使用権獲得ノード情
報は調停制御部１３に送られる。
【００３５】調停制御部１３は、バス使用権獲得ノード
情報を獲得ノード監視バッファ１５と管理テーブル更新
論理部１４に転送するとともに、バス使用権獲得ノード
情報からバス使用権獲得ノードが自ノードであるかを判
断して自ノードがバス使用権を獲得したのであればバス
４の使用を開始するよう自ノードのバス使用部（図示せ
ず）に指示を出す。
情報を獲得ノード監視バッファ１５と管理テーブル更新
論理部１４に転送するとともに、バス使用権獲得ノード
情報からバス使用権獲得ノードが自ノードであるかを判
断して自ノードがバス使用権を獲得したのであればバス
４の使用を開始するよう自ノードのバス使用部（図示せ
ず）に指示を出す。
【００３６】管理テーブル更新論理部１４は、調停制御
部１３から送られたバス使用権獲得ノード情報を基に管
理テーブル１０を更新し、今回バス使用権を獲得したノ
ードの優先順位を最も低くする。
部１３から送られたバス使用権獲得ノード情報を基に管
理テーブル１０を更新し、今回バス使用権を獲得したノ
ードの優先順位を最も低くする。
【００３７】獲得ノード監視バッファ１５は、バス使用
権を獲得したノード情報を一定期間保持するためのバッ
ファで、調停制御部１３から送られたバス使用権獲得ノ
ード情報が登録される。獲得ノード監視バッファ１５の
内容で、バス使用権がノード間でどのように推移したか
が判る。バス使用権獲得ノードの移り変わりの様子は獲
得ノード監視バッファ１５のバッファ容量の範囲内でサ
イクリックに貯め込まれる。獲得ノード監視バッファ１
５の例を図５に示す。図５の例は、バス獲得ノードがノ
ードＡ１→ノードＣ３→ノードＢ２の順で繰り返されて
いる。
権を獲得したノード情報を一定期間保持するためのバッ
ファで、調停制御部１３から送られたバス使用権獲得ノ
ード情報が登録される。獲得ノード監視バッファ１５の
内容で、バス使用権がノード間でどのように推移したか
が判る。バス使用権獲得ノードの移り変わりの様子は獲
得ノード監視バッファ１５のバッファ容量の範囲内でサ
イクリックに貯め込まれる。獲得ノード監視バッファ１
５の例を図５に示す。図５の例は、バス獲得ノードがノ
ードＡ１→ノードＣ３→ノードＢ２の順で繰り返されて
いる。
【００３８】繰り返し検出回路１６は、バス使用権獲得
ノードが一定のパターンで繰り返されているかを獲得ノ
ード監視バッファ１５から検出し、規定の回数繰り返さ
れていれば、獲得ノード決定論理部１２に管理テーブル
１０から得られるノードとは異なったノードにバス使用
権を与えるよう攪乱指示を送る。なお、繰り返しの規定
回数は外部からセットすることができる。また、規定の
回数繰り返されたとしても獲得ノード決定論理部１２に
攪乱指示を送らないように、攪乱指示スキップを外部か
ら指示することができる。
ノードが一定のパターンで繰り返されているかを獲得ノ
ード監視バッファ１５から検出し、規定の回数繰り返さ
れていれば、獲得ノード決定論理部１２に管理テーブル
１０から得られるノードとは異なったノードにバス使用
権を与えるよう攪乱指示を送る。なお、繰り返しの規定
回数は外部からセットすることができる。また、規定の
回数繰り返されたとしても獲得ノード決定論理部１２に
攪乱指示を送らないように、攪乱指示スキップを外部か
ら指示することができる。
【００３９】本発明の第１の実施の形態の動作につい
て、ノードＢ２とノードＣ３がバス使用権要求をリクエ
ストした場合を例にとり、図２〜図８を参照して詳細に
説明する。図６は管理テーブルとリクエストとの論理積
を示す図で、図７は更新後の管理テーブルを示す図で、
図８は更新後の獲得ノード監視バッファを示す図であ
る。なお、繰り返し検出回路１６が同じパターンの繰り
返しを検出する規定回数は３回とする。
て、ノードＢ２とノードＣ３がバス使用権要求をリクエ
ストした場合を例にとり、図２〜図８を参照して詳細に
説明する。図６は管理テーブルとリクエストとの論理積
を示す図で、図７は更新後の管理テーブルを示す図で、
図８は更新後の獲得ノード監視バッファを示す図であ
る。なお、繰り返し検出回路１６が同じパターンの繰り
返しを検出する規定回数は３回とする。
【００４０】ノードＢ２とノードＣ３からバス４に発行
されたバス使用権要求リクエストはリクエスト受信部１
１で受け取られ、獲得ノード決定論理部１２にて管理テ
ーブル１０の情報と照合される。管理テーブル１０の各
行とリクエスト受信部１１のリクエストとの各ビット毎
の論理積をとった結果に”１”が立っていれば、その優
先順位を持つノードからのリクエストが出力されてい
る。管理テーブル１０が図３に示すような状態の場合、
図６に示すように、第１行の結果は”０１０”となり”
１”が立っているので、最も高い優先順位を持つノード
がバス使用権を要求していることがわかる。ここで第３
行は”００１”となり”１”が立っているが、これより
も優先順位の高い行に”１”が立っているので無視され
る。この結果、バス使用権獲得ノードとしてノードＢ２
が決定される。バス使用権獲得ノード情報は調停制御部
１３に送られる。
されたバス使用権要求リクエストはリクエスト受信部１
１で受け取られ、獲得ノード決定論理部１２にて管理テ
ーブル１０の情報と照合される。管理テーブル１０の各
行とリクエスト受信部１１のリクエストとの各ビット毎
の論理積をとった結果に”１”が立っていれば、その優
先順位を持つノードからのリクエストが出力されてい
る。管理テーブル１０が図３に示すような状態の場合、
図６に示すように、第１行の結果は”０１０”となり”
１”が立っているので、最も高い優先順位を持つノード
がバス使用権を要求していることがわかる。ここで第３
行は”００１”となり”１”が立っているが、これより
も優先順位の高い行に”１”が立っているので無視され
る。この結果、バス使用権獲得ノードとしてノードＢ２
が決定される。バス使用権獲得ノード情報は調停制御部
１３に送られる。
【００４１】その後、調停制御部１３は、バス使用権獲
得ノード情報を獲得ノード監視バッファ１５と管理テー
ブル更新論理部１４に転送するとともに、バス使用権獲
得ノード情報から自ノードがバス使用権を獲得したかを
判断し獲得したのであればバス４の使用開始を指示す
る。管理テーブル更新論理部１４は今回バス使用権を獲
得したノードの優先順位を最も低くするよう管理テーブ
ル１０を更新する。この結果、管理テーブル１０の内容
は図７に示すように更新され、獲得ノード監視バッファ
１５の内容は図８に示すように更新される。
得ノード情報を獲得ノード監視バッファ１５と管理テー
ブル更新論理部１４に転送するとともに、バス使用権獲
得ノード情報から自ノードがバス使用権を獲得したかを
判断し獲得したのであればバス４の使用開始を指示す
る。管理テーブル更新論理部１４は今回バス使用権を獲
得したノードの優先順位を最も低くするよう管理テーブ
ル１０を更新する。この結果、管理テーブル１０の内容
は図７に示すように更新され、獲得ノード監視バッファ
１５の内容は図８に示すように更新される。
【００４２】ここで、繰り返し検出回路１６はバス獲得
ノードがノードＡ１→ノードＣ３→ノードＢ２の順番で
同じパターンで規定回数（３回）繰り返しされているの
を検出し、獲得ノード決定論理部１２に攪乱処理を行う
ように通知する。獲得ノード決定論理部１２は通常のル
ールで決定されるノード（この場合、ノードＡ１）では
なく２番目に優先順位が高いノード（この場合、ノード
Ｃ３）をバス使用権獲得ノードとするよう攪乱処理す
る。これにより、バス使用権獲得ノードの繰り返しパタ
ーンが攪乱される。
ノードがノードＡ１→ノードＣ３→ノードＢ２の順番で
同じパターンで規定回数（３回）繰り返しされているの
を検出し、獲得ノード決定論理部１２に攪乱処理を行う
ように通知する。獲得ノード決定論理部１２は通常のル
ールで決定されるノード（この場合、ノードＡ１）では
なく２番目に優先順位が高いノード（この場合、ノード
Ｃ３）をバス使用権獲得ノードとするよう攪乱処理す
る。これにより、バス使用権獲得ノードの繰り返しパタ
ーンが攪乱される。
【００４３】従来の技術で説明した複数のノードが同時
にメモリアクセスを行う場合のメモリロックの排他制御
に伴うバス使用権の推移（図１３）について、本願発明
を適用した結果を図９に示す。以下に、図９の各ステッ
プにおける管理テーブル１０の内容（ノード優先順位）
を示す。 ステップ２００の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０１の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０２の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０３の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０４の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０５の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０６の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０７の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０８の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。このとき、獲得ノード監視バッファ１５の内容は、
図９のバス使用権の推移が示すように、ノード１→ノー
ド３→ノード２が３回繰り返されている。繰り返し検出
回路１６は獲得ノード監視バッファ１５上でノード１→
ノード３→ノード２が３回繰り返されているのを検出し
獲得ノード決定論理部１２に攪乱処理を行うように通知
し、獲得ノード決定論理部１２は管理テーブル１０の撹
乱処理を行い最高優先順位のノード１を最低優先順位に
し、管理テーブル１０の内容はノード３、ノード２、ノ
ード１の順。 ステップ２０９の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２１０の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２１１の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２１２の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２１３の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２１４の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２１５の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 図１３ではノード１とノード３が交互にロックワードを
獲得してロック処理を行いノード２はロックワードを獲
得できずロック処理が実行できなかったが、図９ではノ
ード１とノード３とノード２が交互にロックワードを獲
得してロック処理を実行している。本願発明を適用した
効果が現れている。
にメモリアクセスを行う場合のメモリロックの排他制御
に伴うバス使用権の推移（図１３）について、本願発明
を適用した結果を図９に示す。以下に、図９の各ステッ
プにおける管理テーブル１０の内容（ノード優先順位）
を示す。 ステップ２００の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０１の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０２の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０３の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０４の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０５の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２０６の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２０７の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２０８の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。このとき、獲得ノード監視バッファ１５の内容は、
図９のバス使用権の推移が示すように、ノード１→ノー
ド３→ノード２が３回繰り返されている。繰り返し検出
回路１６は獲得ノード監視バッファ１５上でノード１→
ノード３→ノード２が３回繰り返されているのを検出し
獲得ノード決定論理部１２に攪乱処理を行うように通知
し、獲得ノード決定論理部１２は管理テーブル１０の撹
乱処理を行い最高優先順位のノード１を最低優先順位に
し、管理テーブル１０の内容はノード３、ノード２、ノ
ード１の順。 ステップ２０９の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２１０の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２１１の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２１２の後：ノード２、ノード１、ノード３の
順。 ステップ２１３の後：ノード１、ノード３、ノード２の
順。 ステップ２１４の後：ノード３、ノード２、ノード１の
順。 ステップ２１５の後：ノード３、ノード１、ノード２の
順。 図１３ではノード１とノード３が交互にロックワードを
獲得してロック処理を行いノード２はロックワードを獲
得できずロック処理が実行できなかったが、図９ではノ
ード１とノード３とノード２が交互にロックワードを獲
得してロック処理を実行している。本願発明を適用した
効果が現れている。
【００４４】次に、第２の実施の形態について図面を参
照して説明する。
照して説明する。
【００４５】第２の実施の形態は、バスがアドレスバス
とデータバスに別れているときに、個々に本発明のバス
調停回路を適用する場合である。
とデータバスに別れているときに、個々に本発明のバス
調停回路を適用する場合である。
【００４６】図１０を参照すると、バスがアドレスバス
４ａとデータバス４ｂとから成り、アドレスバス４ａに
バス調停回路５ａが設けられ、データバス４ｂにバス調
停回路５ｂが設けられている。バス調停回路５ａとバス
調停回路５ｂの構成は、図２のバス調停回路５と同様で
ある。
４ａとデータバス４ｂとから成り、アドレスバス４ａに
バス調停回路５ａが設けられ、データバス４ｂにバス調
停回路５ｂが設けられている。バス調停回路５ａとバス
調停回路５ｂの構成は、図２のバス調停回路５と同様で
ある。
【００４７】これにより、アドレスバス４ａとデータバ
ス４ｂ独立にバスの使用権獲得の調停を行うことができ
る。
ス４ｂ独立にバスの使用権獲得の調停を行うことができ
る。
【００４８】アドレスバス４ａとデータバス４ｂの各ノ
ード間での使用頻度に差があるとき、アドレスバス４ａ
とデータバス４ｂのバス調停回路を共通にすると実際に
アドレスバス４ａを使用する場合の調停に影響するた
め、アドレスバス４ａとデータバス４ｂのそれぞれに本
発明のバス調停回路を適用することが有効である。
ード間での使用頻度に差があるとき、アドレスバス４ａ
とデータバス４ｂのバス調停回路を共通にすると実際に
アドレスバス４ａを使用する場合の調停に影響するた
め、アドレスバス４ａとデータバス４ｂのそれぞれに本
発明のバス調停回路を適用することが有効である。
【００４９】更に、第３の実施の形態について図面を参
照して説明する。
照して説明する。
【００５０】第３の実施の形態は、バスがアドレスバス
とデータバスに別れているときに、アドレスバスに本発
明のバス調停回路を適用する場合である。
とデータバスに別れているときに、アドレスバスに本発
明のバス調停回路を適用する場合である。
【００５１】図１１を参照すると、バスがアドレスバス
４ａとデータバス４ｂとから成り、アドレスバス４ａに
バス調停回路５ａが設けられ、データバス４ｂに従来の
バス調停回路５０が設けられている。バス調停回路５ａ
の構成は、図２のバス調停回路５と同様である。
４ａとデータバス４ｂとから成り、アドレスバス４ａに
バス調停回路５ａが設けられ、データバス４ｂに従来の
バス調停回路５０が設けられている。バス調停回路５ａ
の構成は、図２のバス調停回路５と同様である。
【００５２】これにより、アドレスバス４ａとデータバ
ス４ｂ独立にバスの使用権獲得の調停を行うことができ
る。
ス４ｂ独立にバスの使用権獲得の調停を行うことができ
る。
【００５３】メモリロック等の排他制御は主にアドレス
バス４ａのみを使用して実行されるため、本発明のバス
調停回路５ａをアドレスバス４ａにのみ適用することも
有効である。
バス４ａのみを使用して実行されるため、本発明のバス
調停回路５ａをアドレスバス４ａにのみ適用することも
有効である。
【００５４】
【発明の効果】第１の効果は、特定のノードがメモリロ
ック等の排他制御を実行できないという問題を回避でき
ることである。その理由は、バス使用権の獲得順番があ
る特定のパターンにはまってしまい、バス使用権は獲得
できるもののメモリロックが実行できないという状態を
強制的にバス使用権の優先順位を変更してバス使用権の
獲得順番をずらす手段を設けたからである。
ック等の排他制御を実行できないという問題を回避でき
ることである。その理由は、バス使用権の獲得順番があ
る特定のパターンにはまってしまい、バス使用権は獲得
できるもののメモリロックが実行できないという状態を
強制的にバス使用権の優先順位を変更してバス使用権の
獲得順番をずらす手段を設けたからである。
【００５５】第２の効果は、バス調停による実行性能の
低下を防げることである。その理由は、ソフトウェアに
よる制御を行わずハードウェアによる手段で実現したか
らである。
低下を防げることである。その理由は、ソフトウェアに
よる制御を行わずハードウェアによる手段で実現したか
らである。
【図１】コンピュータシステムの構成を示す図
【図２】バス調停回路のブロック図
【図３】管理テーブルを示す図
【図４】バス使用権要求リクエストを示す図
【図５】獲得ノード監視バッファを示す図
【図６】管理テーブルとリクエストとの論理積を示す図
【図７】更新後の管理テーブルを示す図
【図８】更新後の獲得ノード監視バッファを示す図
【図９】メモリロックの排他制御に伴うバス調停に本願
発明を適用した結果を示す図
発明を適用した結果を示す図
【図１０】第２の実施の形態の構成図
【図１１】第３の実施の形態の構成図
【図１２】メモリロックの排他制御の流れを示す図
【図１３】従来のバス調停結果の推移を示す図
１ ノードＡ
２ ノードＢ
３ ノードＣ
４ バス
４ａ アドレスバス
４ｂ データバス
５ バス調停回路
５ａ バス調停回路
５ｂ バス調停回路
１０ 管理テーブル
１０ａ 管理テーブル
１０ｂ 管理テーブル
１１ リクエスト受信部
１１ａ リクエスト受信部
１１ｂ リクエスト受信部
１２ 獲得ノード決定論理部
１２ａ 獲得ノード決定論理部
１２ｂ 獲得ノード決定論理部
１３ 調停制御部
１３ａ 調停制御部
１３ｂ 調停制御部
１４ 管理テーブル更新論理部
１４ａ 管理テーブル更新論理部
１４ｂ 管理テーブル更新論理部
１５ 獲得ノード監視バッファ
１５ａ 獲得ノード監視バッファ
１６ 繰り返し検出回路
１６ａ 繰り返し検出回路
５０ 従来のバス調停回路
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(56)参考文献 特開 平４−54544（ＪＰ，Ａ)
特開 平６−332841（ＪＰ，Ａ)
特開 平１−255042（ＪＰ，Ａ)
特開 平４−275655（ＪＰ，Ａ)
特開 平２−10459（ＪＰ，Ａ)
特開 昭63−247857（ＪＰ，Ａ)
特開 昭63−231661（ＪＰ，Ａ)
特開 昭55−103620（ＪＰ，Ａ)
特開 昭58−165167（ＪＰ，Ａ)
特開 昭58−165166（ＪＰ，Ａ)
(58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名)
G06F 13/362 510
G06F 15/177 682
Claims (4)
- 【請求項１】 複数のノードがバスに接続されるコンピ
ュータシステムにおいて、前記ノード間の前記バスの使
用権を調停する回路であって、前記ノードのバス使用権
の優先順位を保持している管理テーブルと、前記バスに
出力されたバス使用権を要求するリクエストを受信する
リクエスト受信部と、繰り返し検出回路からの攪乱指示
がない場合には前記管理テーブルの情報と前記リクエス
ト受信部が受信したリクエスト情報とを照合して要求が
あったノードの中で最も優先順位の高いノードをバス使
用権獲得ノードとして決定し、繰り返し検出回路からの
攪乱指示がある場合には前記管理テーブルの情報から得
られる候補ノードの次順位のノードにバス使用権を与え
ることでバス使用権獲得ノードを決定する獲得ノード決
定論理部と、前記獲得ノード決定論理部により決定され
たバス使用権獲得ノード情報を獲得ノード監視バッファ
と管理テーブル更新論理部に転送するとともに、バス使
用権獲得ノードが自ノードであるかを判断して自ノード
がバス使用権を獲得したのであれば前記バスの使用を開
始するよう自ノードのバス使用部に指示を出す調停制御
部と、前記調停制御部から送られたバス使用権獲得ノー
ド情報を基に前記管理テーブルを更新する管理テーブル
更新論理部と、前記調停制御部から送られたバス使用権
獲得ノード情報が登録される獲得ノード監視バッファ
と、複数のノードが同じ順番でバス使用権を獲得してい
ることが繰り返されているかを前記獲得ノード監視バッ
ファから検出し規定の回数繰り返されていれば前記獲得
ノード決定論理部に前記管理テーブルから得られるノー
ドとは異なったノードにバス使用権を与えるよう攪乱指
示を送る繰り返し検出回路と、を備えるバス調停回路。 - 【請求項２】 前記バスがアドレスバスとデータバスに
分かれていて前記アドレスバスと前記データバスに個々
に適用されることを特徴とする請求項１記載のバス調停
回路。 - 【請求項３】 前記バスがアドレスバスとデータバスに
分かれていて前記アドレスバスに適用されることを特徴
とする請求項１記載のバス調停回路。 - 【請求項４】 前記バスがアドレスとデータの共用バス
であることを特徴とする請求項１記載のバス調停回路。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11000399A JP3412554B2 (ja) | 1999-04-16 | 1999-04-16 | バス調停回路 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11000399A JP3412554B2 (ja) | 1999-04-16 | 1999-04-16 | バス調停回路 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000305894A JP2000305894A (ja) | 2000-11-02 |
| JP3412554B2 true JP3412554B2 (ja) | 2003-06-03 |
Family
ID=14524647
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11000399A Expired - Fee Related JP3412554B2 (ja) | 1999-04-16 | 1999-04-16 | バス調停回路 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3412554B2 (ja) |
Families Citing this family (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9934043B2 (en) | 2013-08-08 | 2018-04-03 | Linear Algebra Technologies Limited | Apparatus, systems, and methods for providing computational imaging pipeline |
| US11768689B2 (en) | 2013-08-08 | 2023-09-26 | Movidius Limited | Apparatus, systems, and methods for low power computational imaging |
| JP6481427B2 (ja) * | 2015-03-10 | 2019-03-13 | 富士通株式会社 | 演算処理装置，情報処理装置，及び情報処理装置の制御方法 |
-
1999
- 1999-04-16 JP JP11000399A patent/JP3412554B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2000305894A (ja) | 2000-11-02 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US7246187B1 (en) | Method and apparatus for controlling exclusive access to a shared resource in a data storage system | |
| US6578033B1 (en) | System and method for accessing a shared computer resource using a lock featuring different spin speeds corresponding to multiple states | |
| US5987550A (en) | Lock mechanism for shared resources in a data processing system | |
| US6516393B1 (en) | Dynamic serialization of memory access in a multi-processor system | |
| US6026461A (en) | Bus arbitration system for multiprocessor architecture | |
| US8024528B2 (en) | Global address space management | |
| US8001333B2 (en) | Memory management in a shared memory system | |
| CN1932781B (zh) | 用于数据处理的系统和方法 | |
| US7698523B2 (en) | Hardware memory locks | |
| EP0616709B1 (en) | Semaphore bypass | |
| US20070150658A1 (en) | Pinning locks in shared cache | |
| US20020095554A1 (en) | System and method for software controlled cache line affinity enhancements | |
| EP1092188A1 (en) | Split directory-based cache coherency technique for a multi-processor computer system | |
| CN108897628A (zh) | 一种分布式锁的实现方法、装置及电子设备 | |
| JPH10154100A (ja) | 情報処理システム及び装置及びその制御方法 | |
| US6076126A (en) | Software locking mechanism for locking shared resources in a data processing system | |
| US7334102B1 (en) | Apparatus and method for balanced spinlock support in NUMA systems | |
| US6970963B2 (en) | Apparatus and method for synchronizing multiple accesses to common resources | |
| US6195728B1 (en) | Detection of hot points in a non-uniform memory access machine | |
| US6529933B1 (en) | Method and apparatus for locking and unlocking a semaphore | |
| JP3412554B2 (ja) | バス調停回路 | |
| US8566523B2 (en) | Multi-processor and apparatus and method for managing cache coherence of the same | |
| US6321304B1 (en) | System and method for deleting read-only head entries in multi-processor computer systems supporting cache coherence with mixed protocols | |
| JP3932860B2 (ja) | クラスタ構成記憶システム | |
| US10521346B2 (en) | Arithmetic processing apparatus and control method for arithmetic processing apparatus |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20030225 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080328 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090328 Year of fee payment: 6 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |