JP6981057B2 - Data transfer device and data transfer method - Google Patents
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Description
本発明は、データ転送装置及びデータ転送方法に関する。 The present invention relates to a data transfer device and a data transfer method.
スキャナ又はプロッタとコントローラ間の画像データの転送を行うPCI Express(登録商標)のような高速シリアルインタフェースを使用し、画像データをラインごとに転送を行う画像処理装置が知られている。高速シリアル通信を行う際には、転送効率を上げるため、転送データを一定量バッファリングしておき、途切れることなくデータを転送する構成が採られる。 An image processing device that transfers image data line by line using a high-speed serial interface such as PCI Express (registered trademark) that transfers image data between a scanner or plotter and a controller is known. When performing high-speed serial communication, in order to improve transfer efficiency, a configuration is adopted in which transfer data is buffered in a certain amount and data is transferred without interruption.
転送データをバッファリングする場合、優先順位が高く設定された要求が発生する前に、優先順位が低く設定された要求によってバッファがフルとなる状況では、アービトレーションが機能しなくなるというデメリットが生じる。当該デメリットに対して、適正なアービトレーションを機能させるために、トラフィックの統計情報を生成し、アービタにフィードバックするデータ転送方法は既に知られている(例えば特許文献1)。 When buffering transfer data, there is a disadvantage that arbitration does not work in a situation where the buffer is filled with a request with a low priority before a request with a high priority is generated. A data transfer method that generates traffic statistics and feeds them back to the arbiter in order to make proper arbitration work against the demerit is already known (for example, Patent Document 1).
しかしながら、従来の技術でのデータ転送方法では、適正なアービトレーションが行われなくなる要因が主にリードレイテンシの増大にあることが着目されておらず、リードレイテンシを監視する手段を持たないため、トラフィックの統計情報を生成し、アービタにフィードバックするまでの期間が比較的長くなるという問題があった。 However, in the data transfer method in the conventional technology, it is not focused that the main factor that prevents proper arbitration is the increase in read latency, and there is no means for monitoring the read latency, so that the traffic There was a problem that it took a relatively long time to generate statistical information and feed it back to the arbiter.
本発明は上記の点に鑑みてなされたものであって、リードレイテンシを低減させ、画像1ライン分のデータの転送を1ラインの所定の転送周期内で確実に完了させることを目的とする。 The present invention has been made in view of the above points, and an object thereof is to reduce read latency and to surely complete the transfer of data for one line of images within a predetermined transfer cycle of one line.
そこで上記課題を解決するため、データ転送装置は、リード要求及びライト要求を受信し、メモリにアクセスするインタフェースに転送する転送部と、前記インタフェースに転送され、かつ前記メモリからデータの転送が完了していない前記リード要求の数である先投げ数を計測するリード要求計測部とを有し、前記転送部は、前記先投げ数が第1の値以上となった時点から、前記インタフェースへの前記ライト要求の転送を、前記先投げ数が前記第1の値未満に減少するまで中断する。 Therefore, in order to solve the above-mentioned problems, the data transfer device receives a read request and a write request and transfers them to an interface that accesses the memory, and a transfer unit that is transferred to the interface and data transfer from the memory is completed. and a read request measuring unit for measuring a number of previously thrown a number of not a have the rie de request, the transfer unit, from the time when the number of throwing the destination becomes a first value or more, the interface the transfer of write requests to the number of throwing the destination is interrupted until reduced to less than the first value.
リードレイテンシを低減させ、画像1ライン分のデータの転送を1ラインの所定の転送周期内で確実に完了させることができる。 The read latency can be reduced, and the transfer of data for one line of images can be reliably completed within a predetermined transfer cycle of one line.
以下、図面に基づいて本発明の実施の形態を説明する。 Hereinafter, embodiments of the present invention will be described with reference to the drawings.
図1は、ライトデータバッファについて説明するための図である。背景として、転送用のバッファを設けると、バッファに蓄積された要求の処理を行う時間が増大することが挙げられる。リード要求はNon−Posted転送、すなわち処理の完了通知を必要とする転送であり、Outstanding数(未処理要求数、又は先投げ要求数)に制約がある。そのため、Outstanding数が上限に達すると、次のリード要求はリードレスポンスが返るのを待ってから発行される。ここで、リードレスポンス待ちの期間にライト要求が空きバッファを埋めてしまうと、さらにリード転送帯域が低下しライト転送帯域過多の状況に陥りやすい。また、高速なMFP(Multi Function Peripheral)では、1ラインデータ転送期間が数十usであるため、適正なアービトレーションの実行に要する時間は、数us〜十数us以下であることが求められる。リード要求が発行されていない期間に発行されたライト要求が転送バッファを埋めてしまい、ライト要求及び当該ライトデータ転送の完了を待つことでリードレイテンシが増大し、結果としてリード転送帯域が減少するという問題が発生する。 FIG. 1 is a diagram for explaining a write data buffer. As a background, if a buffer for transfer is provided, the time for processing the request stored in the buffer increases. The read request is a non-posted transfer, that is, a transfer that requires a notification of the completion of processing, and there is a limitation on the number of cuttings (the number of unprocessed requests or the number of forward-throwing requests). Therefore, when the number of Outputs reaches the upper limit, the next read request is issued after waiting for a read response to be returned. Here, if the write request fills the empty buffer during the read response waiting period, the read transfer band is further lowered, and it is easy to fall into a situation where the write transfer band is excessive. Further, in a high-speed MFP (Multi Function Peripheral), the one-line data transfer period is several tens of us, so that the time required for proper arbitration execution is required to be several us to several tens of us or less. A write request issued during the period when no read request is issued fills the transfer buffer, and waiting for the completion of the write request and the write data transfer increases the read latency, resulting in a decrease in the read transfer bandwidth. Problems occur.
バッファ書き込み速度とバッファ読み出し速度に差がある場合の速度緩衝用ライトデータバッファに書き込まれたデータがフルの状態から、データがすべて読み出されるまでに要する時間について、以下説明する。 When there is a difference between the buffer write speed and the buffer read speed, the time required from the state where the data written in the write data buffer for buffering is full to the time when all the data is read will be described below.
例えば、ライトデータバッファのサイズが4096Byte、バッファの読み出し速度が1000MB/sであったとすると、ライトデータバッファがフルの状態から空になるまでの時間は4096[Byte]/1000[MB/s]=4.096[us]となる。リード要求とライト要求の発行順序を保つためには、ライトデータバッファがフルになった後に発行されたリード要求は、必ずライトデータバッファに先行して蓄積されていた4096Byteのライトデータがバッファから読み出されてから処理される。仮に通常時のリードレイテンシが0.5usであったとすると、ライトデータバッファがFULLの状態で発行されたリードレイテンシは、0.5[us]+4.096[us]=4.596[us]に増大する計算となる。 For example, if the size of the write data buffer is 4096 Bytes and the read speed of the buffer is 1000 MB / s, the time from the full state to the empty write data buffer is 4096 [Byte] / 1000 [MB / s] =. It becomes 4.096 [us]. In order to maintain the issuance order of read requests and write requests, read requests issued after the write data buffer is full are always read from the 4096 BYte write data stored prior to the write data buffer. It will be processed after it is issued. Assuming that the normal read latency is 0.5 us, the read latency issued with the write data buffer in the FULL state is 0.5 [us] + 4.096 [us] = 4.596 [us]. It will be an increasing calculation.
ライトデータをライトデータバッファに滞留させないためには、バッファ読出し速度よりバッファ書込み速度を遅くすれば良いが、バッファ読み出し速度がバッファの先のアービタによる処理等により動的に変化する場合、バッファ読み出し速度に追従してバッファ書き込み速度を遅くする仕組みが必要となる。バッファ読み出し速度をマスタ側で直接観測できない場合は、リードレイテンシを観測することでライトデータバッファのライトデータの滞留状態を予測でき、間接的にバッファ読出し速度が低下していることを把握することができる。すなわち、ライトデータバッファの滞留状態をリード要求の発行数とリードレスポンスの受信数の差分から求められるOutstanding数で監視し、Outstanding数が上限に達しないようにライト要求を抑制することで、リードレイテンシの増大を防止する方法が考えられる。 To prevent the write data from staying in the write data buffer, the buffer write speed may be slower than the buffer read speed. However, if the buffer read speed dynamically changes due to processing by the arbiter at the end of the buffer, the buffer read speed It is necessary to have a mechanism to slow down the buffer writing speed by following the above. If the buffer read speed cannot be directly observed on the master side, the retention state of the write data in the write data buffer can be predicted by observing the read latency, and it is possible to indirectly understand that the buffer read speed is decreasing. can. That is, the read latency is monitored by monitoring the retention state of the write data buffer by the number of outputs obtained from the difference between the number of read requests issued and the number of read responses received, and suppressing the write requests so that the number of outputs does not reach the upper limit. A method of preventing the increase of the number is conceivable.
図2は、リード動作時のレイテンシについて説明するための図である。図2(A)及び図2(B)は、いずれも同じタイミングでリード要求を4つ先投げ(Outstanding)する例を示している。 FIG. 2 is a diagram for explaining the latency during read operation. 2 (A) and 2 (B) both show an example in which four read requests are thrown ahead (Outstanding) at the same timing.
図2(A)は、リード要求(RC1〜RC8)に対するリードレスポンス(RD1〜RD8)が、リードデータ転送に時間的な隙間がなく応答される例である。リード要求RC1に対応するリードレスポンス又はリードデータは、RD1であり、RC2〜RC8についても同様にRD2〜RD8がそれぞれ対応する。図2(A)に示されるタイミングでリード要求が送信された場合、図2(A)よりもリードレスポンス時間が短ければ、リードデータ転送中に、リードデータが転送されない期間は生じないため、リード帯域は理想的な量が維持される。 FIG. 2A is an example in which the read response (RD1 to RD8) to the read request (RC1 to RC8) is responsive to the read data transfer without any time gap. The read response or read data corresponding to the read request RC1 is RD1, and RD2 to RD8 also correspond to RC2 to RC8, respectively. When the read request is transmitted at the timing shown in FIG. 2A, if the read response time is shorter than that in FIG. 2A, there is no period during which the read data is not transferred during the read data transfer, so that the read is read. The band is maintained in an ideal amount.
一方、図2(B)は、リードレイテンシすなわちリードレスポンス時間が増大したことにより、リードデータ転送中にリードデータが転送されない期間が生じる例である。リードレイテンシの増加が原因で、リードデータ転送中にリードデータが転送されない期間が生じると、当該期間にライト要求が入りやすくなり、リードレイテンシの増大が加速し、リード帯域が急速に低下する。 On the other hand, FIG. 2B shows an example in which a period in which read data is not transferred occurs during read data transfer due to an increase in read latency, that is, read response time. If there is a period during which read data is not transferred due to an increase in read latency, a write request is likely to be made during that period, the increase in read latency is accelerated, and the read bandwidth is rapidly reduced.
図3は、リードモディファイライト(RMW)動作時のリードレイテンシと処理性能の関連について説明するための図である。図3(A)は、RMW処理を実行する例である。RMW処理は、メモリ上の画像の一部を読み出して画像処理を行い、再び書き戻すまで次の画像処理を開始することができない。したがって、画像処理手段が画像処理を行う期間と、処理対象の画像をメモリから読み書きする期間とが、RMW処理時間に影響する。 FIG. 3 is a diagram for explaining the relationship between read latency and processing performance during read-modify-write (RMW) operation. FIG. 3A is an example of executing RMW processing. In the RMW processing, a part of the image on the memory is read out, the image processing is performed, and the next image processing cannot be started until the image is written back again. Therefore, the period during which the image processing means performs image processing and the period during which the image to be processed is read / written from the memory affect the RMW processing time.
図3(B)は、リードレスポンス時間が短くなることで、画像処理手段の待ち時間が少なくなる。図3(B)に示される例では、図3(A)と比較した場合、画像処理性能が1.5倍に向上している。 In FIG. 3B, the read response time is shortened, so that the waiting time of the image processing means is reduced. In the example shown in FIG. 3B, the image processing performance is improved by 1.5 times as compared with FIG. 3A.
図4は、第1の実施の形態におけるデータ転送装置100のハードウェア構成例を示す図である。図4に示されるように、データ転送装置100は、相互に接続されているCPU(Central Processing Unit)1001、ROM(Read Only Memory)1002、RAM(Random Access Memory)1003、ワイヤードロジック回路1004及びインタフェース1005とを有する。
FIG. 4 is a diagram showing a hardware configuration example of the
データ転送装置100での処理を実現するプログラムは、ROM1002又はRAM1003に格納される。ROM1002又はRAM1003は、インストールされたプログラムを格納すると共に、必要なファイル及びデータ等を格納する。ROM1002は、マスクROM、PROM(Programmable ROM)、EEPROM(Electrical Erasable ROM)、フラッシュメモリ又は外部記憶媒体であるメモリカード等のいずれであってもよいし、それらの複数を含んでもよい。RAM1003は、DRAM(Dynamic RAM)、SRAM(Static RAM)、SDRAM(Synchronous DRAM)等のいずれであってもよい。また、ROM1002又はRAM1003は、メモリコントローラを介して、CPU1001と接続されてもよい。ワイヤードロジック回路1004は、データ転送装置100が行う処理を、ワイヤードロジックにより実行する回路であり、フリップフロップ及びゲート回路等によって構成される。インタフェース1005は、高速シリアルインタフェースを含み、その他入出力ポート等も含んでよい。
The program that realizes the processing in the
なお、データ転送装置100は、上述のハードウェア構成の一部又は全部が含まれる1又は複数のLSI(Large Scale Integration)デバイス、LSIチップ、LSIチップセット又はASIC(Application Specific Integrated Circuit)等であってもよい。
The
また、データ転送装置200は、データ転送装置100と同様のハードウェア構成を有してもよい。
Further, the
図5は、第1の実施の形態におけるデータ転送装置100の機能構成例を示す図である。図5に示されるように、データ転送装置100は、機能A101、機能B102、機能C103、アービタ104、リードライト転送帯域調停部105、ライトデータバッファを含むI/F制御機能106を有する。これら各部は、データ転送装置100にインストールされた1以上のプログラムがCPU1001に実行させる処理又はワイヤードロジック回路1004により実現される。
FIG. 5 is a diagram showing a functional configuration example of the
データ転送装置200は、機能a201、機能b202、アービタ203、ライトデータバッファを含むI/F制御機能204、共有メモリ300と接続されるメモリコントローラ205を有する。
The
共有メモリ300へのメモリアクセスを要求するマスタ機能(機能A101等)を有するデータ転送装置100と、共有メモリ300及び共有メモリ300へのアクセスを制御するデータ転送装置200とは、ライト要求がPosted−Write方式のI/Fで接続されている。Posted−Write方式とは、処理の完了通知を必要としない方式をいう。機能A101から、共有メモリ300にライトアクセスする場合、ライトデータは、I/F制御機能106及びI/F制御機能204にそれぞれ実装されたBuf(速度緩衝用ライトデータバッファ)を経由して共有メモリ300に転送される。
The
ここで、データ転送装置200に搭載された機能a201又は機能b202等が、メモリコントローラ205にアクセスし、アービタ203が混雑する等の理由で、I/F制御機能204からアービタ203へのライト帯域が制約を受けて機能A101からのライトデータ転送速度を下まわると、機能A101からのライトデータが、I/F制御機能106及びI/F制御機能204に実装されたBuf(速度緩衝用ライトデータバッファ)に蓄積されていく。
Here, the write band from the I /
リード要求とライト要求の発行順序を保つためには、後から発行されたリード要求は、必ず速度緩衝用ライトデータバッファに先行して蓄積されていたライトデータがバッファから読出されてから処理される。このように、ライトデータバッファへのライトデータ蓄積は、リードレスポンスの遅延を招き、結果としてリード帯域の低下及びリードモディファイライト動作を行う機能の処理性能低下を引き起こす。 In order to maintain the issuance order of read requests and write requests, read requests issued later are always processed after the write data stored in advance of the speed buffer write data buffer is read from the buffer. .. As described above, the accumulation of write data in the write data buffer causes a delay in the read response, resulting in a decrease in the read band and a decrease in the processing performance of the function for performing the read modify / write operation.
リードライト転送帯域調停部105は、リード要求先投げ数(Outstanding数)を常時計測し、リード要求先投げ数がデータ転送装置100及びデータ転送装置200のバッファ容量等から定まるハードウェア的なリード要求の先投げ数の上限値を超えると、ライト要求の転送を中断する。速度緩衝用ライトデータバッファへのライトデータ蓄積を原因としたリードレイテンシ増大は、一時的なライト要求の中断によって解消され、リードレスポンスが回復する。リードライト転送帯域調停部105は、リード帯域を所定の程度優先して調停してもよいし、リード帯域とライト帯域が同等となるように調停してもよい。
The read / write transfer
共有メモリ300は、画像データ又はCPUのためのプログラム等を一時蓄積する記憶部である。機能A101、B102、C103又は機能a201、機能b202で処理するデータは、共有メモリ300に展開される。
The shared
データ転送装置100は、共有メモリ300に対してマスタとしてメモリアクセスし、有限のリード要求先投げ(Outstanding)を行う内蔵機能(機能A101、機能B102、機能C103)を一つ以上備える。また、データ転送装置100は、共有メモリ300に対するPosted−Write方式のライト要求と、リード要求とを、共有メモリ300へのアクセス経路となるI/F制御機能106を備えるデバイスである。本実施例では、データ転送装置200に対して、Posted−Write方式のライト要求を行うI/Fで接続される。I/F制御機能106には、ライトデータの転送効率化のため、Buf(速度緩衝用ライトデータバッファ)が搭載されている。リードライト転送帯域調停部105については、図6で詳述する。
The
データ転送装置200は、データ転送装置100から共有メモリ300へのリード/ライト要求を受け渡すI/F制御機能204と、共有メモリ300と接続するメモリコントローラ205とを備え、アービタ203を経由して共有メモリ300へアクセスする。アービタ203は、機能a201又は機能b202から共有メモリ300へのアクセス集中等の理由により、I/F制御機能204からメモリコントローラ205へのライトアクセスを待たせることがある。I/F制御機能204にはライトデータの転送効率化のため、Buf(速度緩衝用ライトデータバッファ)が搭載されている。
The
図6は、第1の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の機能構成例を示す図である。図6は、図5に示されるリードライト転送帯域調停部105の詳細な機能を示したものである。
FIG. 6 is a diagram showing a functional configuration example of the read / write transfer
リードライト転送帯域調停部105は、データ転送装置100に内蔵され、フリップフロップ及びゲート回路によって構成されるワイヤードロジックにより実現されてもよい。データ転送装置100から出力されるライト要求、リード要求及びリードデータ(リードレスポンス)を中継し、リード要求とリードレスポンスとからリード要求先投げ数(Outstanding数)を常時監視し(Outstanding数計測部12)、リード先投げ数(Outstanding数)がデータ転送装置100及びデータ転送装置200のバッファ容量等から定まるハードウェア的な上限値を超えたときに、ライト要求を停止させる機能(リードライト転送調停部11及びライト要求転送部15)を持つ。
The read / write transfer
以下に各機能の動作について説明する。 The operation of each function will be described below.
Outstanding数計測部12は、リード要求転送部13から受信するリード要求転送情報と、リードデータ転送部14から受信するリードレスポンス転送情報とから、リード要求の先投げ数(Outstanding数)を計測する。リード要求は先投げ(Outsutanding)であるため、先に発行したリード要求に対応したリードデータが返ってくる前に、次のリード要求が発行されることがある。計測したOutstanding数情報は、リード要求転送部13からリード要求転送情報を受け取ったタイミング及びリードデータ転送部14からリードレスポンス転送情報を受け取ったタイミングでリードライト転送調停部11に通知する。
The Output
リード要求転送部13は、アービタ104からI/F制御機能106に転送されるリード要求を、データ転送プロトコルを常時監視することで観測し、リード要求が転送される毎にリード要求転送情報としてOutstanding数計測部12に通知する。
The read
リードデータ転送部14は、I/F制御機能106からアービタ104に転送されるリードデータを、データ転送プロトコルを常時監視することで観測し、リードデータが転送される毎にリードレスポンス転送情報としてOutstanding数計測部12に通知する。
The read
リードライト転送調停部11は、Outstanding数計測部12から通知されたOutstanding数情報がデータ転送装置100及びデータ転送装置200のバッファ容量等から定まるハードウェア的な上限値を超えている期間は、ライト要求をストップするよう、ライト要求転送部15にライト要求転送中断指示を出し続ける。
The read / write
ライト要求転送部15は、アービタ104からI/F制御機能106に転送されるライト要求を転送し、リードライト転送調停部11からライト要求転送中断指示が出ている間は、ライト要求の送出を一時的に停止させるよう機能する。
The write
ライトデータ転送部16は、ライト要求転送部15同様に、リードライト転送調停部11からのライト要求転送中断指示を受けてライトデータ転送を中断するよう動作してもよい。
Like the write
図7は、第1の実施の形態におけるOutstanding数計測部12の動作を説明するためのフローチャートである。
FIG. 7 is a flowchart for explaining the operation of the Monitoring
Outstanding数計測部12は、デバイスのリセットが解除されたらクロック(同期信号)毎にS01〜S08の動作を繰返す。動作の完了はシステムリセット又はデータ転送装置100に対する電源OFFであるため、エンドは図6に図示しない。
The Output
ステップS01において、リード要求転送部13は、新しいリード要求の転送をしたか否か判定する。新しいリード要求の転送をしていた場合、ステップS02に進み(S01のYES)、新しいリード要求の転送をしていない場合、ステップS04に進む(S01のNO)。
In step S01, the read
ステップS02において、リード要求転送部13は、リード要求転送情報をOutstanding数計測数12に通知する。続いて、Outstanding数計測部12は、リード要求転送部13から通知されたリード要求転送情報を元にリード要求先投げカウンタをカウントアップする(S03)。
In step S02, the read
ステップS04において、リードデータ転送部14は、新たなリードデータの転送をしたか否かを判定する。新たなリードデータの転送をしていた場合、ステップS05に進み(S04のYES)、新たなリードデータの転送をしていない場合、ステップS07に進む(S04のNO)。
In step S04, the read
ステップS05において、リードデータ転送部14は、リードレスポンス転送情報をOutstanding数計測部12に通知する。続いて、Outstanding数計測部12は、リードデータ転送部14から受信したリードレスポンス転送情報を基にリード要求先投げカウンタをカウントダウンする(S06)。ここで、ステップS03において、リード要求先投げカウンタがカウントアップしていた場合、ステップS06において、リード要求先投げカウンタが、カウントダウンされることで、リード要求先投げカウンタは、プラスマイナスゼロとなり、カウンタ値は変わらない。
In step S05, the read
ステップS07において、Outstanding数計測部12は、リード要求先投げカウンタの値をOutstanding数情報としてリードライト転送調停部11に通知する。
In step S07, the Output
ステップS08において、クロック(同期信号)入力待ちをして、ステップS01に戻る。 In step S08, the clock (synchronous signal) input is awaited, and the process returns to step S01.
図8は、第1の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の動作を説明するためのフローチャートである。リードライト転送調停部11は、デバイスのリセットが解除されたらクロック(同期信号)毎にS01〜S04の動作を繰返す。動作の完了はシステムリセット又はデータ転送装置100に対する電源OFFであるため、エンドは図7に図示しない。
FIG. 8 is a flowchart for explaining the operation of the read / write transfer
ステップS11において、Outstanding数計測部12から受信したOutstanding数は、リード要求先投げ数(Outstanding数)のバッファ容量等から定まるハードウェア的な上限値と等しいか否かを判定する。Outstanding数計測部12から受信したOutstanding数が、リード要求先投げ数の上限値と等しい場合、ステップS13に進み(S11のYES)、等しくない場合すなわち上限値未満である場合、ステップS12に進む(S11のNO)。
In step S11, it is determined whether or not the number of Outputs received from the Output
ステップS12において、ライト要求転送部15に対して、ライト要求転送中断指示をネゲートする。ライト要求転送中断指示が、以前からネゲートされていた場合は、ネゲートの出力を継続する。
In step S12, the write request transfer interruption instruction is negated to the write
ステップS13において、ライト要求転送部15に対して、ライト要求転送中断指示をアサートする。ライト要求転送中断指示が、以前からアサートされていた場合は、アサートの出力を継続する。
In step S13, the write request transfer interruption instruction is asserted to the write
ステップS14において、リードライト転送帯域調停部105は、クロック(同期信号)入力待ちをして、ステップS01に戻る。
In step S14, the read / write transfer
ライト要求転送部15は、ライト要求転送中断指示がアサートされている期間は、アービタ104から転送されるライト要求の転送を中断し、ネゲートされている期間のみライト要求の転送を実行する。
The write
上述のように、第1の実施の形態によれば、データ転送装置100は、リード要求先投げ数が、上限値に達している場合、ライト要求の転送を中断することで、転送帯域がライト要求過多の状態を防ぐことができる。すなわち、データ転送装置100は、リードレイテンシを低減させ、画像1ライン分のデータの転送を1ラインの所定の転送周期内で確実に完了させることができる。
As described above, according to the first embodiment, when the read request destination throwing number reaches the upper limit value, the
次に、第2の実施の形態について説明する。第2の実施の形態では第1の実施の形態と異なる点について説明する。したがって、特に言及されない点については、第1の実施の形態と同様でもよい。 Next, the second embodiment will be described. The second embodiment will explain the differences from the first embodiment. Therefore, the same as in the first embodiment may be used without particular mention.
図9は、第2の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の機能構成例を示す図である。
FIG. 9 is a diagram showing a functional configuration example of the read / write transfer
第2の実施の形態においては、第1の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の機能に追加して、リードライト転送調停部11で実施するライト要求中断指示アサートを判断するリード要求先投げ数(Outstanding数)が、データ転送装置100のリセット解除後に、CPU1001から任意に設定可能とする機能が追加される。ライト要求の発行が過多となり、ライトデータ転送にかかる時間が増大することでリードレイテンシが増大し、その結果Outstanding数の増大が引き起こされる関係性から、Outstanding数がバッファ容量等から定まるハードウェア的な上限値に達する前に、任意のOutstanding数に達したところでライト要求の発行を抑制することで、リードレイテンシが増大した状態が続く期間を短縮することができる。最適なOutstanding数の閾値は、システム全体特にデータ転送装置200の特性と、システムの使用方法に依存するため、システムに応じてCPU1001から任意の値に設定できる機能を有することで、データ転送装置100の仕様を変更せずに、異なる複数のシステムに適応させることができる。
In the second embodiment, in addition to the function of the read / write transfer
図10は、第2の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の動作を説明するためのフローチャートである。
FIG. 10 is a flowchart for explaining the operation of the read / write transfer
ステップS21において、CPU1001は、電源ON御のデータ転送装置100のリセット解除後に、リードライト転送調停部11にライト要求転送の中断を判定する閾値となるOutstanding数を設定する。当該閾値となるOutstanding数は、任意の値が設定可能である。
In step S21, after the reset release of the
続いて、Outstanding数計測部12から受信したOutstanding数は、ステップS21でCPU1001から設定されたOutstanding数の閾値と等しいか否かを判定する。Outstanding数計測部12から受信したOutstanding数が、当該閾値以上である場合、ステップS24に進み(S22のYES)、等しくない場合すなわち当該閾値未満である場合、ステップS23に進む(S22のNO)。
Subsequently, it is determined whether or not the number of Outputs received from the Output
ステップS23〜ステップS25は、図8に示されるステップS12〜ステップS14に相当し、動作は同様である。 Steps S23 to S25 correspond to steps S12 to S14 shown in FIG. 8, and the operation is the same.
上述のように、第2の実施の形態によれば、データ転送装置100は、リードライト転送帯域調停部105に、ライト要求の中断を判定する任意のOutstanding数の閾値を設定することができる。そのため、Outstanding数が当該閾値に達したところで、ライト要求の発行は抑制されて、リードレイテンシが増大した状態が続く期間を短縮することができる。
As described above, according to the second embodiment, the
次に、第3の実施の形態について説明する。第3の実施の形態では第2の実施の形態と異なる点について説明する。したがって、特に言及されない点については、第2の実施の形態と同様でもよい。 Next, a third embodiment will be described. The third embodiment will explain the differences from the second embodiment. Therefore, the same as in the second embodiment may be used without particular mention.
図11は、第3の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の機能構成例を示す図である。
FIG. 11 is a diagram showing a functional configuration example of the read / write transfer
第3の実施の形態においては、ライト要求カウント部17が、リード要求及びライト要求の発行を監視し、リード要求のある一定数分だけ転送された期間に発行されたライト要求の数を計測し、リードライト転送調停部11に通知する機能として追加される。また、ライト要求カウント部17は、ライト要求カウントを実行する期間を決定するリード要求数がCPU1001から設定される。また、リードライト転送調停部11は、ライト要求中断指示発行を判断するライト要求数の閾値がCPU1001から設定される。図11に示されるように、リード要求転送部13からリード要求転送情報が、ライト要求カウント部17に入力される。また、ライト要求転送部15からライト要求転送情報が、ライト要求カウント部17に入力される。また、ライト要求カウント部17は、リードライト転送調停部11に、ライト要求数を出力する。
In the third embodiment, the write
CPU1001から設定されるライト要求カウントを実行する期間を決定するリード要求数を、例えば、4とした場合に、直近4個のリード要求が発行された期間に、ライト要求が発行された数をカウントし、ライト要求数としてリードライト転送調停部11に通知する。リードライト転送調停部11は、Outstanding数がCPU1001から設定された閾値より大きい条件で、ライト要求カウント部17からのライト要求数と、CPU1001から設定されたライト要求中断指示発行を判断するライト要求数の閾値とを比較して、ライト要求数が当該閾値と等しいか又は大きければ、ライト要求転送中断指示をアサートする。
When the number of read requests for determining the period for executing the write request count set by the
なお、ライト要求カウントを実行する期間を決定するリード要求数は、CPU1001による設定値の代わりに、Outstanding数計測部12で計測したリード先投げ数(Outstanding数)をライト要求カウント部17に通知するパスを設けた上で、その時点でのリード先投げ数(Outstanding数)をリアルタイムに反映する方法で決定されてもよい。
As for the number of read requests that determine the period for executing the write request count, the write
リードレイテンシの増大は、直近のライト要求の連続発行が原因である場合がある。CPU1001から設定される、ライト要求カウントを行なう期間を決定するリード要求数よりも、直近にライト要求を連続発行したことによって、リードレイテンシ増大が発生している場合に、ライト要求の転送を抑制することができ、また、当該転送を過剰に抑制することを防ぐこともできる。
The increase in read latency may be due to the continuous issuance of the most recent write request. Suppressing the transfer of write requests when the read latency is increased by continuously issuing write requests more recently than the number of read requests set by the
図12は、第3の実施の形態におけるライト要求カウント部17の動作を説明するための図である。ライト要求カウント部17は、有限な個数、有限なカウンタ数を持ち、ワイヤードロジック回路で実装されてもよいし、プログラムがCPU1001に実行させる処理により実現されてもよい。
FIG. 12 is a diagram for explaining the operation of the write
図12に示される「カウンタ0」は、ライト要求転送部15から通知されるライト要求転送情報に基づいて、ライト要求の発行数をカウントアップしながら蓄積し、リード要求転送部13から通知されるリード要求転送情報に基づいて、リード要求が発行されるたびにカウンタ1に値をシフトし、0クリアされる。
The “counter 0” shown in FIG. 12 is accumulated while counting up the number of issued write requests based on the write request transfer information notified from the write
カウンタ1〜N−1は、リード要求が発行されるたびにカウンタ値を番号の大きなカウンタにシフトする。カウンタNはリード要求が発行されるたびにカウンタ値を破棄し、新たにカウンタN−1の値がシフトされる。 The counters 1 to N-1 shift the counter value to the counter having a larger number each time a read request is issued. The counter N discards the counter value each time a read request is issued, and the value of the counter N-1 is newly shifted.
ライト要求カウント部17は、CPU1001によって予め設定されたリード要求数分のカウンタの値を合計して、ライト要求数とし、リードライト転送調停部11に通知する。すなわち、ライト要求カウント部17が、リードライト転送調停部11に通知するライト要求数は、予め設定されたリード要求数が発行される期間ごとにカウントされ、当該期間に発行されるライト要求数に応じて変化する。
The write
図13は、第3の実施の形態におけるライト要求カウント部17の動作を説明するためのフローチャートである。ライト要求カウント部17は、データ転送装置100のリセットが解除されると、CPU1001によるカウント期間設定(リード要求数)が行なわれた後、クロック(同期信号)ごとにステップS32〜ステップS37の動作を繰り返す。動作の完了はシステムリセット又はデータ転送装置100に対する電源OFFであるため、エンドは図13に図示しない。
FIG. 13 is a flowchart for explaining the operation of the write
ステップS31において、CPU1001は、電源ON後のデータ転送装置100のリセット解除後にライト要求カウント部17が保持するレジスタに、ライト要求発行数のカウント期間を決定するリード要求の発行数を設定する。当該リード要求の発行数は、任意の値が設定可能である。
In step S31, the
ステップS32において、リード要求転送部13から新たなリード要求発行を示すリード要求転送情報が通知された場合(S32のYES)、ライト要求カウント部17のカウンタ0〜Nは、各々のカウンタの値を番号が+1となるカウンタにシフトする。また、カウンタ0は、値が0クリアされ、カウンタNは、保持していた値を破棄し、カウンタN−1が保持していた値で上書きされ(ステップS33)、ステップS34に進む。リード要求転送部13から新たなリード要求発行を示すリード要求転送情報が通知されない場合(S32のNO)、ステップS34に進む。
In step S32, when the read request transfer information indicating the issuance of a new read request is notified from the read request transfer unit 13 (YES in S32), the counters 0 to N of the write
ステップS34において、ライト要求転送部15から新たなライト要求発行を示すライト要求転送情報が通知された場合(S34のYES)、ライト要求カウント部17は、保持しているカウンタ0の値をインクリメントして(ステップS35)ステップS36に進む。ライト要求転送部15から新たなライト要求発行を示すライト要求転送情報が通知されない場合(S34のNO)、ステップS36に進む。
In step S34, when the write request transfer information indicating that a new write request is issued is notified from the write request transfer unit 15 (YES in S34), the write
ステップS36において、ステップS31で設定されたリード要求数分のカウンタを足し合わせた値をライト要求数として、リードライト転送調停部11に通知する。
In step S36, the read / write
ステップS37において、ライト要求カウント部17は、クロック(同期信号)入力待ちを行い、ステップS32に戻る。
In step S37, the write
図14は、第3の実施の形態におけるリードライト転送調停部11の動作を説明するためのフローチャートである。図10に示されるフローチャートに対して、図14に示されるステップS42、S45が追加される。
FIG. 14 is a flowchart for explaining the operation of the read / write
ステップS41は、図10に示されるステップS21と同様である。ステップS42において、CPU1001は、電源ON後のデータ転送装置100のリセット解除後にライト要求転送の中断を判定する閾値となるライト要求転送数を設定する。当該閾値となるライト要求転送数は、任意の値が設定可能である。ステップS43は、図10に示されるステップS22と同様である。ステップS43がYESの場合、ステップS45に進み、NOの場合、ステップS44に進む。
Step S41 is the same as step S21 shown in FIG. In step S42, the
ステップS45において、ライト要求カウント部17から受信したライト要求発行数が、ステップS42において設定された閾値以上の場合(S45のYES)、ステップS46に進み、図10に示されるステップS24と同様に、ライト要求転送部15に対して、ライト要求転送中断指示をアサートして、ステップS47に進む。ライト要求転送中断指示が、以前からアサートされていた場合は、アサートの出力を継続する。一方、ライト要求カウント部17から受信したライト要求発行数が、ステップS42において設定された閾値未満の場合(S45のNO)、ステップS44に進み、ライト要求転送部15に対して、ライト要求転送中断指示をネゲートする。ライト要求転送中断指示が、以前からネゲートされていた場合は、ネゲートの出力を継続して、ステップS47に進む。ステップS47は、図10に示されるステップS25と同様である。
In step S45, when the number of write requests issued from the write
上述のように、第3の実施の形態によれば、データ転送装置100は、ライト要求カウントを行なう期間を決定するリード要求数、及び、ライト要求転送の中断を判定する閾値となるライト要求転送数を設定することで、直近にライト要求を連続発行したことによって、リードレイテンシ増大が発生している場合に、ライト要求の転送を抑制することができ、また、当該転送を過剰に抑制することを防ぐように制御することもできる。
As described above, according to the third embodiment, the
なお、第3の実施の形態において、ライトデータ転送をNon−Posted−Write方式とした場合は、図12に示されるシフト式のカウンタ群は不要であり、データ転送装置100は、1つのカウンタで、ライトが完了しておらずライトレスポンスが返ってきていないライト要求数、すなわちライト要求のOutstanding数を計測してもよい。当該計測によれば、バッファに蓄積されたライト要求数に基づいてデータ転送を制御することが可能となり、長期間の統計に基づくリード及びライトの転送帯域バランスの調停ができるようになる。
In the third embodiment, when the write data transfer is performed by the Non-Posted-Write method, the shift type counter group shown in FIG. 12 is unnecessary, and the
次に、第4の実施の形態について説明する。第4の実施の形態では第3の実施の形態と異なる点について説明する。したがって、特に言及されない点については、第3の実施の形態と同様でもよい。 Next, a fourth embodiment will be described. The fourth embodiment will explain the differences from the third embodiment. Therefore, the same as in the third embodiment may be used without particular mention.
図15は、第4の実施の形態におけるリードライト転送帯域調停部105の機能構成例を示す図である。
FIG. 15 is a diagram showing a functional configuration example of the read / write transfer
ライト要求カウント部17に対して、CPU1001がライト要求をカウントする上限期間を設定する機能が追加されている。また、ライト要求カウント部17にはライト要求をカウントする期間を制御する機能が追加されている。当該機能は、ライト要求カウント部17に、カウンタごとにリード要求発行時刻を保持するレジスタが設けられ、CPU1001によって設定されたライト要求をカウントする上限期間を超える過去のカウンタ値が破棄されて、上限期間を超えた過去の情報を参考にせずに、ライト要求数を判定する機能が新たに追加される。
A function has been added to the write
当該機能により、リード要求を発行するマスタが動作しておらず、リード要求が全くなかった期間に蓄積されたライト要求のカウント値を、上限期間を設けることで排除することが出来るようになる。具体的には、リード要求のOutstanding数以下の範囲で、ライト要求数とリード要求数のバランスを制御するようリード要求の閾値を決めた場合には、レイテンシ期間が過ぎればいずれリード要求に対するリードレスポンスが返ってくるため、リードレイテンシは有限の期間となることが保証されるが、より長い期間でリード要求とライト要求のバランスを平均化するために、Outstanding数より大きな範囲でリード要求の閾値を決めた場合は、リード要求を発行するマスタが、そもそもリード要求を発行していない期間のライト要求数も計測し、調停制御に反映されてしまうことを防ぐことが出来るようになる。 With this function, the count value of the write request accumulated in the period when the master issuing the read request is not operating and there is no read request can be excluded by setting the upper limit period. Specifically, if the read request threshold is set so as to control the balance between the number of write requests and the number of read requests within the range of the number of Read requests that have been arbitrated or less, the read response to the read request will eventually expire after the latency period has passed. Is returned, so the read latency is guaranteed to be a finite period, but in order to average the balance between the read request and the write request over a longer period, the read request threshold is set in a range larger than the number of arbitrations. If it is decided, the master that issues the read request can also measure the number of write requests during the period when the read request is not issued in the first place and prevent it from being reflected in the arbitration control.
図16は、第4の実施の形態におけるライト要求カウント部17の動作を説明するための図である。ライト要求カウント部17は、有限な個数、有限なカウンタ数を持ち、ワイヤードロジック回路で実装されてもよいし、プログラムがCPU1001に実行させる処理により実現されてもよい。
FIG. 16 is a diagram for explaining the operation of the write
図16に示される「カウンタ0」〜「カウンタN」は、図12に示されるカウンタと同様であるが、さらに、リード要求発行時刻蓄積部をカウンタごとに有する。リード要求発行時刻は、リード要求転送部13から通知されるリード要求転送情報受信時の時刻を「カウンタ0」に対応する「リード要求発行時刻0」に記録し、カウンタ値と同様にリード要求が発行されるたびに番号の大きなカウンタにシフトする。リード要求発行時刻は、ライト要求をカウントする上限期間と比較され、上限期間を過ぎたカウンタは、そのカウンタ値を0クリアされる。したがって、リードライト転送調停部11に通知するライト要求数に対して、上限期間を過ぎたカウンタ値は0として加算されるため、ライト要求数に反映されなくなる。
“Counter 0” to “Counter N” shown in FIG. 16 are the same as the counters shown in FIG. 12, but further have a read request issuance time storage unit for each counter. As for the read request issuance time, the time when the read request transfer information notified from the read
図17は、第4の実施の形態におけるライト要求カウント部17の動作を説明するためのフローチャートである。図13に示されるフローチャートに対して、図17に示されるステップS52、ステップS55及びステップS56が追加される。
FIG. 17 is a flowchart for explaining the operation of the write
ステップS51は、ステップS31と同様である。ステップS52において、CPU1001は、ライト要求カウント部17にライト要求をカウントする上限期間を設定する。ステップS53は、ステップS32と同様である。ステップS54は、ステップS33と同様である。
Step S51 is the same as step S31. In step S52, the
ステップS55において、ライト要求カウント部17は、リード要求発行時刻が、ステップS52で設定された上限期間を超えたカウンタがあるか否かを判定する。上限期間を超えたカウンタがある場合(S55のYES)、当該カウンタの値を0クリアする(S56)。上限期間を超えたカウンタがない場合(S55のNO)、ステップS57に進む。
In step S55, the write
ステップS57〜ステップS60は、ステップS34〜ステップS37と同様である。 Steps S57 to S60 are the same as steps S34 to S37.
上述のように、第4の実施の形態によれば、データ転送装置100は、ライト要求のカウントを行う上限期間を設定することで、リード要求を発行するマスタが動作しておらず、リード要求が全くなかった期間が続いた場合に、過去蓄積されたライト要求のカウント値をクリアすることができる。すなわち、より長い期間でリード要求とライト要求のバランスを平均化するために、バッファ容量から定まるOutstanding数の上限値よりも大きな範囲で、ライト要求数を計測する期間を決定するリード要求数の閾値が設定された場合、リード要求を発行するマスタが、そもそもリード要求を発行していない期間のライト要求数も計測し、当該計測の結果が、調停制御に反映されてしまうことを防ぐことができる。
As described above, according to the fourth embodiment, in the
なお、本発明の実施の形態において、共有メモリ300は、メモリの一例である。I/F制御機能106は、バッファの一例である。Outstanding数計測部12は、リード要求計測部の一例である。ライト要求カウント部17は、ライト要求計測部の一例である。ライト要求転送の中断を判定する閾値となるOutstanding数は、第1の値又は第3の値の一例である。ライト要求発行数のカウント期間を決定するリード要求の発行数は、第2の値の一例である。ライト要求転送の中断を判定する閾値となるライト要求転送数は、第4の値の一例である。
In the embodiment of the present invention, the shared
以上、本発明の実施例について詳述したが、本発明は斯かる特定の実施形態に限定されるものではなく、特許請求の範囲に記載された本発明の要旨の範囲内において、種々の変形・変更が可能である。 Although the embodiments of the present invention have been described in detail above, the present invention is not limited to such a specific embodiment, and various modifications are made within the scope of the gist of the present invention described in the claims.・ Can be changed.
100 データ転送装置
1001 CPU
1002 ROM
1003 RAM
1004 ワイヤードロジック回路
1005 インタフェース
101 機能A
102 機能B
103 機能C
104 アービタ
105 リードライト転送帯域調停部
106 I/F制御機能
200 データ転送装置
201 機能a
202 機能b
203 アービタ
204 I/F制御機能
205 メモリコントローラ
300 共有メモリ
11 リードライト転送調停部
12 Outstanding数計測部
13 リード要求転送部
14 リードデータ転送部
15 ライト要求転送部
16 ライトデータ転送部
17 ライト要求カウント部
100
1002 ROM
1003 RAM
1004
102 Function B
103 Function C
104
202 function b
203 Arbiter 204 I /
Claims (11)
前記インタフェースに転送され、かつ前記メモリからデータの転送が完了していない前記リード要求の数である先投げ数を計測するリード要求計測部とを有し、
前記転送部は、前記先投げ数が第1の値以上となった時点から、前記インタフェースへの前記ライト要求の転送を、前記先投げ数が前記第1の値未満に減少するまで中断するデータ転送装置。 A transfer unit that receives read and write requests and transfers them to an interface that accesses memory.
It has a read request measuring unit that measures the number of forward throws, which is the number of read requests that have been transferred to the interface and the data transfer from the memory has not been completed.
The transfer unit interrupts the transfer of the write request to the interface from the time when the number of forward throws becomes equal to or greater than the first value until the number of forward throws decreases to less than the first value. Transfer device.
前記転送部は、前記先投げ数が第3の値以上であり、かつ前記受信した前記ライト要求の数が第4の値以上である場合、前記ライト要求の転送を中断する請求項1乃至3いずれか一項記載のデータ転送装置。 Further having a write request measuring unit for measuring the number of received write requests during the period in which the read request of the number of the most recent second value was transferred.
Claims 1 to 3 that the transfer unit interrupts the transfer of the write request when the number of forward throws is the third value or more and the number of the received write requests is the fourth value or more. The data transfer device according to any one of the above.
前記インタフェースに転送され、かつ前記メモリからデータの転送が完了していない前記リード要求の数である先投げ数を計測する手順と、
前記先投げ数が第1の値以上となった時点から、前記インタフェースへの前記ライト要求の転送を、前記先投げ数が前記第1の値未満に減少するまで中断する手順とを実行するデータ転送方法。 The procedure for receiving read and write requests and forwarding them to an interface that accesses memory,
A procedure for measuring the number of forward throws, which is the number of read requests that have been transferred to the interface and the data transfer from the memory has not been completed, and the procedure.
Data for executing a procedure of suspending the transfer of the write request to the interface from the time when the number of first throws becomes equal to or more than the first value until the number of first throws decreases to less than the first value. Transfer method.
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