JPH01266643A - キャッシュ制御方式 - Google Patents
キャッシュ制御方式Info
- Publication number
- JPH01266643A JPH01266643A JP63095095A JP9509588A JPH01266643A JP H01266643 A JPH01266643 A JP H01266643A JP 63095095 A JP63095095 A JP 63095095A JP 9509588 A JP9509588 A JP 9509588A JP H01266643 A JPH01266643 A JP H01266643A
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- memory
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- 230000015654 memory Effects 0.000 claims abstract description 127
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 37
- 230000010365 information processing Effects 0.000 claims description 3
- 230000007423 decrease Effects 0.000 abstract description 2
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 11
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 241001125929 Trisopterus luscus Species 0.000 description 1
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 1
- 230000006870 function Effects 0.000 description 1
- 238000010926 purge Methods 0.000 description 1
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
(1)発明の属する分野の説明
本発明は情報処理システムに用いられるキャッシュメモ
リのキャッシュ制御方式に関するものである。
リのキャッシュ制御方式に関するものである。
(2)従来の技術の説明
キャッシュメモリへの書き込みに対応するキャッシュ制
御方式には以下の方式がある。
御方式には以下の方式がある。
(i)方式1
プロセッサからの書き込みアクセス時、常に主メモリを
新しいデータで更新する方式。
新しいデータで更新する方式。
キャッシュメモリは、キャフシエ内エントリーアドレス
と一致した場合、データを更新するが、キャッシュメモ
リ内にマツチするエントリーがない場合にはキャッシュ
を更新する場合とそのままにしておく場合とがある。
と一致した場合、データを更新するが、キャッシュメモ
リ内にマツチするエントリーがない場合にはキャッシュ
を更新する場合とそのままにしておく場合とがある。
(11)方式2
プロセッサからの書き込みアクセスをキャッシュメモリ
に対してのみ実行する方式、キ中、シュメモリ内に該当
するエントリーが無い場合、主メモリから読み出した後
更新を行う、主メモリは書き込みがあったキャッシュ内
エントリーにリプレースが生じた場合に更新する。また
、キャッシュメモリ内に該当するエントリーが無い場合
、主メモリから読み出した後書き込みを行う。
に対してのみ実行する方式、キ中、シュメモリ内に該当
するエントリーが無い場合、主メモリから読み出した後
更新を行う、主メモリは書き込みがあったキャッシュ内
エントリーにリプレースが生じた場合に更新する。また
、キャッシュメモリ内に該当するエントリーが無い場合
、主メモリから読み出した後書き込みを行う。
以下、説明では方式1をライトスル一方式、方式2をコ
ピーバック方式と呼ぶ。
ピーバック方式と呼ぶ。
従来、キャッシュメモリはシステムから要求される性能
、コスト条件等により上記の両方式のどちらかで構成さ
れ情軸処理システムに通用されてきた。しかし、どらら
かの方式を固定的に用いた場合、特にマルチプロセッサ
を構成する場合に以下のような欠点があった。
、コスト条件等により上記の両方式のどちらかで構成さ
れ情軸処理システムに通用されてきた。しかし、どらら
かの方式を固定的に用いた場合、特にマルチプロセッサ
を構成する場合に以下のような欠点があった。
各プロセッサのキャッシュメモリがライトスル一方式を
とる場合、書き込みは主メモリへのアクセスを必要とす
るため、キャッシュメモリと主メモリの記憶内容の一致
性は保証できるが、書き込みはすべて主メモリへアクセ
スすることとなり。
とる場合、書き込みは主メモリへのアクセスを必要とす
るため、キャッシュメモリと主メモリの記憶内容の一致
性は保証できるが、書き込みはすべて主メモリへアクセ
スすることとなり。
主メモリへのアクセス率は各プロセッサの書き込みアク
セス率とプロセッサ台数に比例して増加する。このため
、主メモリのアクセス競合がネックとなりシステム性能
が抑えられる欠点があった。
セス率とプロセッサ台数に比例して増加する。このため
、主メモリのアクセス競合がネックとなりシステム性能
が抑えられる欠点があった。
各プロセッサのキャッシュメモリがコピーバック方式を
とる場合、書き込みアクセスをキャッシュメモリが受は
付けるため、主メモリへのアクセス率は減少しライトス
ル一方式に比ベシステム性能は向上する。しかし、主メ
モリのデータ更新はキャッシュメモリ内にリプレースが
生じるまで行わないので、この更新前に各プロセッサが
同一アドレスにアクセスを行った場合、各プロセッサの
キャッシュメモリの記憶内容と主メモリの記憶内容の一
致性を保証出来ないため、処理の矛盾が発生する恐れが
あった。
とる場合、書き込みアクセスをキャッシュメモリが受は
付けるため、主メモリへのアクセス率は減少しライトス
ル一方式に比ベシステム性能は向上する。しかし、主メ
モリのデータ更新はキャッシュメモリ内にリプレースが
生じるまで行わないので、この更新前に各プロセッサが
同一アドレスにアクセスを行った場合、各プロセッサの
キャッシュメモリの記憶内容と主メモリの記憶内容の一
致性を保証出来ないため、処理の矛盾が発生する恐れが
あった。
(3)発明の目的
本発明はこれらの欠点を解決するため、アドレス空間を
複数の群に分割し、ライトスル一方式でキャッシュ制御
を行う領域群と、コピーバンク方式でキャッシュ制御を
行う領域群とに分けて、プロセッサからのアクセス毎に
、アドレス情報からこの領域判定を行えるようにしたも
ので1本発明を用いて、全プロセッサから共通にアクセ
スされキャッシュメモリと主メモリとの内容が常に一致
していることを要求される共通メモリ領域ではライトス
ル一方式を、各プロセッサで個別にアクセスされ共通メ
モリ領域のようなデータ更新の同時性を必要としない個
別メモリ領域にはコピーバック方式を用いることにより
、キャッシュメモリと主メモリとの記憶内容の一致性を
保証し、且つ。
複数の群に分割し、ライトスル一方式でキャッシュ制御
を行う領域群と、コピーバンク方式でキャッシュ制御を
行う領域群とに分けて、プロセッサからのアクセス毎に
、アドレス情報からこの領域判定を行えるようにしたも
ので1本発明を用いて、全プロセッサから共通にアクセ
スされキャッシュメモリと主メモリとの内容が常に一致
していることを要求される共通メモリ領域ではライトス
ル一方式を、各プロセッサで個別にアクセスされ共通メ
モリ領域のようなデータ更新の同時性を必要としない個
別メモリ領域にはコピーバック方式を用いることにより
、キャッシュメモリと主メモリとの記憶内容の一致性を
保証し、且つ。
主メモリアクセス率を減少させシステム性能の向上を図
ることを目的としたものである。以下図面について詳細
に説明する。
ることを目的としたものである。以下図面について詳細
に説明する。
(4)発明の構成および作用の説明
第1図は本発明を説明するに当たってのマルチプロセッ
サの構成例を示す、lはプロセッサ、2はキャッシュメ
モリ、3は主メモリ、4はシステムバス、5はローカル
バス、主メモリ3内のIM0〜IMnは個別メモリ領域
、CMは共通メモリ領域である。
サの構成例を示す、lはプロセッサ、2はキャッシュメ
モリ、3は主メモリ、4はシステムバス、5はローカル
バス、主メモリ3内のIM0〜IMnは個別メモリ領域
、CMは共通メモリ領域である。
プロセッサ1はローカルバス5.システムバス4を介し
てキャッシュメモリ2.主メモリ3ヘメモリアクセスを
行う。
てキャッシュメモリ2.主メモリ3ヘメモリアクセスを
行う。
主メモリ3は各プロセッサI 0=I−nが個別にア
クセスするIMO−nと全プロセッサが共通的にアクセ
スできるCMに分かれている。各プロセッサは自IMと
CMにメモリアクセスを行なう。
クセスするIMO−nと全プロセッサが共通的にアクセ
スできるCMに分かれている。各プロセッサは自IMと
CMにメモリアクセスを行なう。
キャッシュメモリ2は、プロセッサlからのアクセスを
受は付けるとそのアドレスより領域判定を行い、コピー
バンク方式か、ライトスル一方式かを判定して動作する
。
受は付けるとそのアドレスより領域判定を行い、コピー
バンク方式か、ライトスル一方式かを判定して動作する
。
第2図は本発明の実施例であって、第1図のキャッシュ
メモリ2を詳細に表したものである。2はキャッシュメ
モリ、5はローカルバス、4はシステムバス、6はロー
カルバスインタフェース。
メモリ2を詳細に表したものである。2はキャッシュメ
モリ、5はローカルバス、4はシステムバス、6はロー
カルバスインタフェース。
15はシステムバスインタフェース、7はアドレスバッ
ファ、13はアドレスバッファ、12はデ−タバッファ
、14はデータバッファ、8はキャッシュ制御方式選択
用比較回路、9はタグメモリとキャツシュヒツト検出回
路、10はデータメモリ部、11はキャッシュメモリ制
御回路、ABUSはアドレスバス、DBUSはデータバ
ス、 CMPOUTはキャッシュ制御方式選択信号、
TAGOUTはキャツシュヒツト検出信号、CTLOU
Tはシステムバス制御信号である。
ファ、13はアドレスバッファ、12はデ−タバッファ
、14はデータバッファ、8はキャッシュ制御方式選択
用比較回路、9はタグメモリとキャツシュヒツト検出回
路、10はデータメモリ部、11はキャッシュメモリ制
御回路、ABUSはアドレスバス、DBUSはデータバ
ス、 CMPOUTはキャッシュ制御方式選択信号、
TAGOUTはキャツシュヒツト検出信号、CTLOU
Tはシステムバス制御信号である。
以下、動作を順に追って説明する。
プロセッサ1がメモリアクセスを行う場合、ローカルバ
ス5を介してキャッシュメモリ2にアクセスを行う、キ
ャッシュメモリ2はローカルバス5からローカルバスイ
ンタフェース6を経由して読み出し時にはアドレスバッ
ファ7にアドレス情報を、書き込み時にはアドレスバッ
ファ7にアドレス情報、データバッファ12にデータを
取り込む6次にアドレスバッファ7からアドレスバスを
介してキャッシュ制御方式選択用比較回路8.タグメモ
リとキャツシュヒツト検出回路9.データメモリ部10
にアドレス情報を送出する。キャッシュ制御方式選択用
比較回路8はメモリ領域判定用のアドレス情報を持ち、
これとアドレスバスからのアドレスとを比較して、キャ
ッシュメモリ制御回路11にライトスル一方式で動作す
るかコピーバック方式で動作するかをキャッシュ制御方
式選択信号を介して通知する。タグメモリとキャッシュ
ヒント検出回路9はアドレスバスのアドレス情軸とタグ
メモリとキャッシュヒント検出回路9内のエントリーと
を比較してキャッシュヒント・ミスヒントを検出し、結
果をキャッシュヒント検出信号を通してキャッシュメモ
リ制御回路11に通知する。
ス5を介してキャッシュメモリ2にアクセスを行う、キ
ャッシュメモリ2はローカルバス5からローカルバスイ
ンタフェース6を経由して読み出し時にはアドレスバッ
ファ7にアドレス情報を、書き込み時にはアドレスバッ
ファ7にアドレス情報、データバッファ12にデータを
取り込む6次にアドレスバッファ7からアドレスバスを
介してキャッシュ制御方式選択用比較回路8.タグメモ
リとキャツシュヒツト検出回路9.データメモリ部10
にアドレス情報を送出する。キャッシュ制御方式選択用
比較回路8はメモリ領域判定用のアドレス情報を持ち、
これとアドレスバスからのアドレスとを比較して、キャ
ッシュメモリ制御回路11にライトスル一方式で動作す
るかコピーバック方式で動作するかをキャッシュ制御方
式選択信号を介して通知する。タグメモリとキャッシュ
ヒント検出回路9はアドレスバスのアドレス情軸とタグ
メモリとキャッシュヒント検出回路9内のエントリーと
を比較してキャッシュヒント・ミスヒントを検出し、結
果をキャッシュヒント検出信号を通してキャッシュメモ
リ制御回路11に通知する。
以下は、上記のキャッシュ制御方式選択用比較回路8.
タグメモリとキャッシュヒント検出回路9の判定結果よ
り、状態を場合分けして動作を説明する。
タグメモリとキャッシュヒント検出回路9の判定結果よ
り、状態を場合分けして動作を説明する。
■読み出しアクセスでキャッシュヒントした場合この場
合はキャッシュ制御方式に関係なく以下の様に動作する
。
合はキャッシュ制御方式に関係なく以下の様に動作する
。
データメモリ部10はアドレスバスのアドレス情報より
メモリ内容を読み出し、データバスへ送出する。読み出
されたデータはデータバッファ12に取り込まれ、ロー
カルバスインタフェース6、ローカルバス5を介してプ
ロセッサ1に送出される。
メモリ内容を読み出し、データバスへ送出する。読み出
されたデータはデータバッファ12に取り込まれ、ロー
カルバスインタフェース6、ローカルバス5を介してプ
ロセッサ1に送出される。
■読み出しアクセスでキャッシュミスヒツトの場合
(i)ライトスル一方式の場合
アドレス情報はアドレスバスからアドレスバッファ13
に取り込まれる。その後。
に取り込まれる。その後。
キャッシュメモリ制御回路11の制御によリシステムバ
スインタフェース15.システムバス4を介して主メモ
リ3にアクセスを行い、読み出し結果をデータバッファ
14に取り込む、データバッファ14のデータはデータ
バス、データバッファ12.ローカルバスインタフェー
ス6を経由してプロセンサーに送出される。また、デー
タメそり部10も内部データをパージした後データを受
は取りキャッシュメモリの更新を行う、同時にタグメモ
リとキャッシュヒント検出回路9のメモリ内容も更新す
る。
スインタフェース15.システムバス4を介して主メモ
リ3にアクセスを行い、読み出し結果をデータバッファ
14に取り込む、データバッファ14のデータはデータ
バス、データバッファ12.ローカルバスインタフェー
ス6を経由してプロセンサーに送出される。また、デー
タメそり部10も内部データをパージした後データを受
は取りキャッシュメモリの更新を行う、同時にタグメモ
リとキャッシュヒント検出回路9のメモリ内容も更新す
る。
(ii )コピーバンク方式の場合
アドレス情報はアドレスバスからアドレスバッファ13
に取り込まれる。その後。
に取り込まれる。その後。
キャッシュメモリ制御回路11の制御によりシステムバ
スインタフェース15.システムバス4を介して主メモ
リ3にアクセスを行い、読み出し結果をデータバッファ
14に取り込む、このとき、データメモリ部10にリプ
レースが必要なデータがある場合、キャッシュメモリ制
御回路11は対応するデータを読み出し一時的に保持す
るとともに、主メモリ3からのデータをデータメモリ部
lOに格納し、タグメモリとキャッシュヒント検出回路
9のメモリ内容も更新する。また、データバッファ14
のデータをデータバスに送出し、データバッファ12、
ローカルバスインタフェース6、ローカルバス5を経由
してプロセッサ1に送出する。
スインタフェース15.システムバス4を介して主メモ
リ3にアクセスを行い、読み出し結果をデータバッファ
14に取り込む、このとき、データメモリ部10にリプ
レースが必要なデータがある場合、キャッシュメモリ制
御回路11は対応するデータを読み出し一時的に保持す
るとともに、主メモリ3からのデータをデータメモリ部
lOに格納し、タグメモリとキャッシュヒント検出回路
9のメモリ内容も更新する。また、データバッファ14
のデータをデータバスに送出し、データバッファ12、
ローカルバスインタフェース6、ローカルバス5を経由
してプロセッサ1に送出する。
プロセッサ1へのデータ送出が終了すると、キャッシュ
メモリ制御回路11はデータメモリ部10から読み出し
たデータを主メモリ3へ書き込み、データ更新を行う。
メモリ制御回路11はデータメモリ部10から読み出し
たデータを主メモリ3へ書き込み、データ更新を行う。
■書き込みアクセスでキャツシュヒツトの場合(i)ラ
イトスル一方式の場合 アドレス情報はアドレスバスからアドレスバッファ13
に、データはデータバスからデータバッファ14に取り
込まれ、キャッシュメモリ制御回路11の制御によりシ
ステムバスインタフェース15. システムバス4を
介して主メモリ3に書き込みが行われる。これと同時に
データメモリ部10はメモリ内容の更新を行う。
イトスル一方式の場合 アドレス情報はアドレスバスからアドレスバッファ13
に、データはデータバスからデータバッファ14に取り
込まれ、キャッシュメモリ制御回路11の制御によりシ
ステムバスインタフェース15. システムバス4を
介して主メモリ3に書き込みが行われる。これと同時に
データメモリ部10はメモリ内容の更新を行う。
(ii)コピーバック方式の場合
書き込みデータはデータメモリ部IOに書き込まれる。
■書き込みアクセスでキャッシュミスヒントの場合
(i)ライトスル一方式の場合
アドレス情報はアドレスバスからアドレスバッファ13
に、データはデータバスからデータバッファ14に取り
込まれ、キャノシュメそり制御回路11の制御によりシ
ステムバスインタフェース15.システムバス4を介し
て主メモリ3に書き込みが行われる。キャッシュは更新
する場合とそのままにしておく場合がある。
に、データはデータバスからデータバッファ14に取り
込まれ、キャノシュメそり制御回路11の制御によりシ
ステムバスインタフェース15.システムバス4を介し
て主メモリ3に書き込みが行われる。キャッシュは更新
する場合とそのままにしておく場合がある。
(11)コピーバンク方式の場合
キャッシュメモリ制御回路11はデータメモリ部10か
らリプレースが必要なデータを読み出し一時的に保持す
るとともに。
らリプレースが必要なデータを読み出し一時的に保持す
るとともに。
主メモリ3から書き込みアクセスされた該当アドレスの
データを読み出し、データメモリ部10に書き込む、そ
の後、キャッシュメモリ制御回路11はプロセッサlか
らの書き込みデータをデータメモリ部10に上書きする
。書き込み動作終了後、データメモリ部10から読み出
し一時保持してあったデータを主メモリ3に書き込む。
データを読み出し、データメモリ部10に書き込む、そ
の後、キャッシュメモリ制御回路11はプロセッサlか
らの書き込みデータをデータメモリ部10に上書きする
。書き込み動作終了後、データメモリ部10から読み出
し一時保持してあったデータを主メモリ3に書き込む。
以上のような動作を行うことにより、キャッシュメモリ
と主メモリの内容が常に一致していることを要求される
メモリ領域の一致制御が容易にでき、且つ、主メモリア
クセス率を減少させてシステム性能の向上をはかること
ができる。
と主メモリの内容が常に一致していることを要求される
メモリ領域の一致制御が容易にでき、且つ、主メモリア
クセス率を減少させてシステム性能の向上をはかること
ができる。
なお、上記の説明ではキャッシュ制御方式選択のための
アドレス判定機能をキャッシュメモリに持たせた例で説
明したが、プロセッサ1にアドレス判定機能を設け、キ
ャッシュメモリはプロセッサ1からの指示をうけてキャ
ッシュ制御方式を動的に変更する方式でもよい。
アドレス判定機能をキャッシュメモリに持たせた例で説
明したが、プロセッサ1にアドレス判定機能を設け、キ
ャッシュメモリはプロセッサ1からの指示をうけてキャ
ッシュ制御方式を動的に変更する方式でもよい。
また、キャッシュのライトスルー、コピーバック動作は
上記以外の手順を採っても同様の効果が得られる。
上記以外の手順を採っても同様の効果が得られる。
(5)効果の説明
以上説明したように9本発明によれば、プロセッサが個
別にアクセスするメモリ領域はコピーバック方式を用い
ることにより主メモリアクセス率を減少させ、また、全
プロセッサからアクセスされる共通メモリ領域はライト
スル一方式により。
別にアクセスするメモリ領域はコピーバック方式を用い
ることにより主メモリアクセス率を減少させ、また、全
プロセッサからアクセスされる共通メモリ領域はライト
スル一方式により。
キャッシュメモリと主メモリの一致制御が容易に行える
ためシステムの高性能化、キャッシュ−数詞?Il+の
容易化が図れる利点がある。
ためシステムの高性能化、キャッシュ−数詞?Il+の
容易化が図れる利点がある。
第1図は本発明を説明するに当たってのマルチプロセッ
サの構成例、第2図は本発明の実施例である。 1・・・プロセッサ、2・・・キャッシュメモリ、3・
・・主メモリ、4・・・システムバス、5・・・ローカ
ルバス。 IMO〜IMn・・・個別メモリ領域、CM・・・共通
メモリ領域、6・・・ローカルバスインタフェース、1
5・・・システムバスインタフェース、7・・・アドレ
スバスツ1.13・・・アドレスバッファ112・・・
データバッファ、14・・・データバッファ、8・・・
キャッシュ制御方式選択用比較回路、9・・・タグメモ
リとキャツシュヒツト検出回路、10・・・データメモ
リ部、11・・・キャッシュメモリ制御回路、ABUS
・・・アドレスバス、DBUS・・・データバス、CM
POUT・・・キャッシュ制御方式選択信号、TAGO
UT・・・キャツシュヒツト検出信号、CTLOUT・
・・システムバス制御信号である。 特許出願人 日本電信電話株式会社
サの構成例、第2図は本発明の実施例である。 1・・・プロセッサ、2・・・キャッシュメモリ、3・
・・主メモリ、4・・・システムバス、5・・・ローカ
ルバス。 IMO〜IMn・・・個別メモリ領域、CM・・・共通
メモリ領域、6・・・ローカルバスインタフェース、1
5・・・システムバスインタフェース、7・・・アドレ
スバスツ1.13・・・アドレスバッファ112・・・
データバッファ、14・・・データバッファ、8・・・
キャッシュ制御方式選択用比較回路、9・・・タグメモ
リとキャツシュヒツト検出回路、10・・・データメモ
リ部、11・・・キャッシュメモリ制御回路、ABUS
・・・アドレスバス、DBUS・・・データバス、CM
POUT・・・キャッシュ制御方式選択信号、TAGO
UT・・・キャツシュヒツト検出信号、CTLOUT・
・・システムバス制御信号である。 特許出願人 日本電信電話株式会社
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 プロセッサ、キャッシュメモリ、主メモリを構成要素と
して持つ情報処理システムにおいて、アドレス空間を複
数の群に分割し、 書き込み要求時にキャッシュメモリと主メモリとの内容
を同時に更新する領域群1と、 書き込み要求時にキャッシュメモリの内容を更新し、そ
の後キャッシュメモリが自律的に主メモリの内容を更新
する領域群2とに分け、 メモリアドレス情報により書き込み要求が領域群1、2
のいずれのアクセスかを判定して上記の書き込み制御を
行う手段を有する ことを特徴とするキャッシュ制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63095095A JPH01266643A (ja) | 1988-04-18 | 1988-04-18 | キャッシュ制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63095095A JPH01266643A (ja) | 1988-04-18 | 1988-04-18 | キャッシュ制御方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01266643A true JPH01266643A (ja) | 1989-10-24 |
Family
ID=14128337
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63095095A Pending JPH01266643A (ja) | 1988-04-18 | 1988-04-18 | キャッシュ制御方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH01266643A (ja) |
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2005149290A (ja) * | 2003-11-18 | 2005-06-09 | Seiko Epson Corp | 情報処理装置およびキャッシュメモリ制御方法 |
JP2015503816A (ja) * | 2012-01-16 | 2015-02-02 | クアルコム,インコーポレイテッド | ハイブリッドなライトスルー/ライトバックキャッシュポリシーマネージャ、ならびに関連するシステムおよび方法 |
-
1988
- 1988-04-18 JP JP63095095A patent/JPH01266643A/ja active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2005149290A (ja) * | 2003-11-18 | 2005-06-09 | Seiko Epson Corp | 情報処理装置およびキャッシュメモリ制御方法 |
JP2015503816A (ja) * | 2012-01-16 | 2015-02-02 | クアルコム,インコーポレイテッド | ハイブリッドなライトスルー/ライトバックキャッシュポリシーマネージャ、ならびに関連するシステムおよび方法 |
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