JPH0381856A - データ転送制御方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は計算機システムにおいて、複数の処理装置に接
続される記憶装置間のデータ転送制御方式に関する。

〔従来の技術〕

計算機システムの記憶装置間、特に半導体記憶装置間で
高速データ転送を実現する方法として。

特開昭５９−１６７７６１号公報に記載のように、処理
装置からの命令により主記憶装置と拡張記憶装置間で直
接にデータ転送する方法が知られている。

従来、このような高速・大容量のデータ転送を、複数の
処理装置からの転送要求の競合をとりながら実現する場
合、例えば特開昭６２−２０４３６４号公報記載のよう
に、データ転送量の小さい転送要求を優先して処理する
方式が知られている。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術では、複数の処理装置の全体としての待ち
時間は小さくできるが、個々の処理装置からみると、小
データ転送を要求した処理装置は優先され、大データ転
送を要求した処理装置は待たされるという不平等をもた
らし、最悪の場合。

大データ転送を要求した処理装置が他の処理装置から頻
発する小データ転送要求によって次々と待たされ、タイ
ムアウトとなる問題がある。

また、上記従来技術では、小データ転送要求が頻発した
時、転送要求の切替えに伴うオーバヘッドが増大し、処
理装置全体からみた記憶装置間のデータ転送スループッ
トが低下する問題がある。

さらに、上記従来技術では、処理装置の転送要求が完了
するまで次の命令処理に移らない同期命令のみを扱って
おり、転送要求を起動後、他の命令処理に移る非同期命
令に関しては配慮されていない。

なお、上記特開昭６２−２０４３６４号公報には、特定
量毎に転送要求元を切替える、いわゆる“シャツフル”
の概念が言及されているが、その具体的実現手法は示さ
れていない。

本発明め目的は、複数の処理装置からの競合する転送要
求にもとづいて記憶装置間のデータ転送を行うにあたり
、個々の処理装置が公平にサービスを受けられるととも
に、転送要求の切替えに伴うオーバヘッドが少くて済む
データ転送制御方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、記憶装置間のデータバスが複数存
在する計算機システムにも容易に拡張可能なデータ転送
制御方式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、本発明は、複数の処理装置
からの転送要求が競合した時、特定量のデータ転送が終
了するまでは一つの処理装置からの転送要求を連続して
実行するようにしたものである。

また、タイムアウトが発生する事態を防ぐために、一つ
の処理装置からの転送要求を連続して実行している間に
発生した他の処理装置からの転送要求には、その発生順
に実行優先順位が与えられるようにし、また連続データ
転送量が特定量に達して打切られた処理装置からの転送
要求は既に発生している他の処理装置からの転送要求よ
り実行優先順位を下げるようにしたものである。

さらに、処理装置対応に柔軟に優先順位をつけるために
、特定量の値が処理装置毎に異なるようにできるように
し、また、一つの処理装置からの転送要求が連続して実
行されている間に発生した他の特定の転送要求は、その
発生順にかかわらず最高の実行優先順位を与えるように
したものである。

さらに特定の転送要求が発生した時は、それまで連続実
行していた転送要求を一時中断し、該特定の転送要求を
実行し終了すると、中断していた転送要求を再開するよ
うにしたものである。

〔作　用〕

ひとたびデータ転送の実行が開始されれば、一つの処理
装置からの転送要求が連続的に処理されるので、転送要
求元の切替えに伴うオーバヘッドを少なくできる一方、
連続データ転送量が特定量に達すると実行優先権が他の
処理装置に移るので、各処理装置が公平にサービスを受
けられる。

また、連続データ転送中に発生した転送要求には、原則
としてその発生順に実行優先順位が与えられ、連続デー
タ転送が打切られた転送要求は先着している転送要求よ
り下位の実行優先順位が与えられるため、処理装置数を
ｎとすると、一つの処理装置からみると、高々（ｎ−１
）の他の処理装置のそれぞれが高々特定ｊｔＸのデータ
転送を実行するのを待てば、必ず特定量Ｘのデータ転送
を実行できる。したがって、各処理装置毎に、最悪の場
合の実行時間を転送量に応じて予測することができ、合
理的なタイムアウト管理が実現できる。

また、特定量の値が処理装置毎に異なるようにできるの
で、処理装置毎の転送要求の緊急度に応じて優先順位を
つけることができる６例えば同期命令により転送要求を
出す処理装置に対する特定量の値を非同期命令により転
送要求を出す処理装置に対するものより大きくすること
により、同期命令による転送要求の方がより多くのサー
ビスを受けられることになり、同期命令による転送スル
ープットの方が一般に高くなる。

また、特定の転送要求には最高優先位を与えたり、特定
の転送要求が発生した時には、それまで連続実行してい
た転送要求を一時中断して該特定の転送要求を直ちに実
行したりすることにより、緊急度の高い処理装置からの
転送要求に柔軟に対処できる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例について図面により説明する。

第１図は本発明の一実施例の全体構成を示す図であり、
同期命令による転送要求を発行する悲個の中央処理装置
と非同期命令による転送要求を発行するｍ個の入出力処
理装置からなる全体でｎ個（Ｈ＝鳳＋ｍ）の処理装置１
０、競合回路２０、主記憶装置３０．および拡張記憶装
置４０より成る。各処理装置１０（１）ないしくｎ）は
、一般に複数ブロックのデータ転送を要求する命令を分
解して。

１ブロツク（ブロックサイズは例えば４キロバイト）単
位の主記憶−拡張記憶間データ転送要求を競合回路２０
に対して発行する。競合回路２０は、各処理装置！１０
からの転送要求の中から本発明に特有の実行優先順位に
したがって次に実行すべき転送要求を選択し、該転送要
求を主記憶制御部（ＭＳＧ）３１および拡張記憶制御部
（Ｅ　Ｓ　Ｃ）４１に伝達する。ＭＳＣ３１およびＥＳ
Ｃ４１は。

競合回路２０からの要求にもとづいて、主記憶（ＭＳ）
３２あるいは拡張記憶（ＥＳ）４２に対して、１ブロツ
クデータの読出し、書込みを行い、面記憶装置間のデー
タ転送を実行する。

競合回路２０は、第２図に示す如く、競合制御部２０ａ
と競合情報部２０ｂに大きく分けられる。

競合制御部２０ａは各処理装置１０からの転送要求の実
行順序を決定し、競合情報部２０ｂは、データ転送に必
要なアドレス、ブロック内転送量等の転送情報を保持す
る。第３図は競合情報部２０ｂの構成図であり、各処理
装置１０（１）ないし１０（ｎ）からのブロック毎の転
送情報はそれぞれ転送情報スタック２１　（１）ないし
２１　（ｎ）にスタックされ、それらスタックされた転
送情報は競合制御部２０ａからの指示にもとづいて転送
情報選択回路２２で選択され、ＭＳＣ３１およびＥＳＣ
４１に送られる。

以下に、本発明の中心をなす競合制御部２０ａについて
詳細に説明する。

まず、第１の実施例では、各処理装置１０（１）ないし
１０（ｎ）で連続転送量が特定量Ｘになったことを検知
し、ブロック転送要求に付随して連続転送終了指示を競
合制御部２０ａに送出するとする。各処理装置１０は、
自身が発行したブロック転送要求の数を計数して特定量
Ｘになったことを知ることができる０例えば特定量Ｘが
１６ブロツク（＝６４キロバイト）の場合、ブロック転
送要求発行回数を計数し、１６回毎に連続転送終了指示
を送出すればよい、一般に中央処理装置および入出力処
理装置はマイクロプログラムで制御されており、特定量
Ｘの値はマイクロプログラムを変更することにより容易
に変えることができる。

第４図に本実施例の競合制御部２０ａの構成図を示す、
処理装置ｌｌ　Ｏ（１）ないし１０　（ｎ）からのブロ
ック転送要求Ｒ（１）ないしＲ（ｎ）、連続転送終了！
　Ｅ　（１）ないしＥ（ｎ）は、実行中情報保持部２７
がらの実行中指示Ｔ（１）ないしＴ　（ｎ）とともに第
１選択部２３に入力される。実行中指示Ｔ　（１）ない
しＴ（ｎ）は、実行中の転送要求を発行した処理装置を
示すもので、同時には高々一つだけ′１″となる。−第
１選択部２３は、処理装置番号ｉ　（ｉ＝１〜ｎ）毎に
、実行中指示Ｔ　（ｉ）と連続転送終了指示Ｅ　（ｉ）
にもとづき、次の規則によりブロック転送要求Ｒ（ｉ）
を優先パスＲＡ（ｉ）または通常パスＲＢ　（ｉ）のい
ずれかにのせる。

（１）　　Ｔ（ｉ）＝ｉ　　かつＥ　（ｉ）　＝　Ｏの
時、ＲＡ（ｉ）へ（２５Ｔ（ｉ）　＝ＯかつＥ　（ｉ）
　＝　１の時、ＲＢ　（ｉ）へ通常パスＲＢ　（１）な
いしＲＢ　（ｎ）に伝えられた転送要求は先入先出スタ
ック２４に入力され、到着順に実行優先順位が与えられ
待ち状態となる。先入先出スタック２４内の最高優先順
位にある転送要求は、スタック出力ＲＢ　’　（１）な
いしＲＢ　’　（ｎ）を介して第２選択部２５に入力さ
れる。

第２選択部２５は、実行中情報保持部２７からの許可信
号ＥＮＡ、ＥＮＢおよび実行中指示Ｔ（１）ないしＴ　
（ｎ）、優先パスを介して入力された転送要求ＲＡ　’
　（１）ないしＲＡ’（ｎ）、および先入先出スタック
２４よりもたらされるＲ　Ｂ　’　（１）ないしＲＢ’
（ｎ）にもとづき、実行転送要求ＲＣ（ｉ）を以下のよ
うに生成する。

（１）　　ＥＮＡ＝１　　かつＲＡ’（ｉ）＝１の時　
ＲＣ（ｉ）＝１（２）　　ＥＮＡ辷１　かつＴ（ｉ）＝
１かつＲＡ’（ｉ）＝１の時　ＲＣ（ｉ）＝１（３）Ｅ
ＮＢ＝１　かつ（ＲＡ’（１）〜ＲＡ’（ｎ）がすべて
“Ｏ′つかつＲＢ”（ｉ）＝１の時　ＲＣ（ｉ）＝１（
４）その他の時は　　　　　　　　　　　ＲＣ（ｉ）＝
０実行転送要求ＲＣ（１）ないしＲＣ（ｎ）は実行中情
報保持部２７へ入力されるとともに、競合情報部２０ｂ
に送られて、第３図の転送情報スタック２１（１）ない
し２１　（ｎ）にスタックされている転送情報の選択信
号となる。実行転送要求ＲＣ（１）ないしＲＣ（ｎ）の
論理和である実行転送要求和信号Ｒはブロック転送要求
として第１図のＭＳＣ３１およびＥＳＣ４１に送られる
。

ブロック終了指示部２６は１Ｍ５Ｃ３１およびＥＳＣ４
１からのブロック終了指示Ａ。。およびＡｌｌｌＩＣを
入力として、両者がともに到着した時、ブロック終了指
示Ａを実行中情報保持部２７に伝える。

実行中情報保持部２７は、実行中の転送要求数を計数す
るスタックカウンタと実行中の転送要求の要求元を指示
する要求元レジスタを含んでいる。

要求元レジスタのビットは処理装置１０　（１）ないし
１０（ｎ）に対応し、実行転送要求ＲＣ（１）ないしＲ
Ｄ　（ｎ）が到着する都度更新され、実行中指示Ｔ（１
）ないしＴ　（ｎ）を出力する。スタックカウンタは実
行転送要求ＲＣ（１）ないしＲＣ（ｎ）のいずれかが到
着する毎に＋１され、ブロック終了指示Ａが到着する毎
に一エされる。スタックカウンタの値Ｙにより、以下の
ように２つの許可信号ＥＮＡおよびＥＮＢが生成される
。

（１）Ｙが８８０７ＭＳＣ内の転送要求スタックの面数
より小さい時、すなわち、該転送要求スタックに空きが
ある時、ＥＮＡは“１”となる。

（２）Ｙが０の時、すなわち、ＭＳＣ／ＥＳＣに送出し
たが未終了の転送要求がない時、ＥＮＢは“１”となる
。

実行中情報保持部２７では、ブロック終了指示Ａが到着
すると、要求元レジスタで示される処理７装置へブロッ
ク終了報告Ａ（１）ないしＡ　（ｎ）を報告する。スタ
ックカウンタがＯになると、要求元レジスタはリセット
され、実行中指示Ｔ　（１）ないしＴ　（ｎ）はすべて
“Ｏ”となる。

本実施例の競合制御部２０ａの特徴的な動作は以下の通
、りである。

（１）　Ｔ（ｉ）＝　１に到着したＥ　（ｉ）を伴わな
い転送要求Ｒ（ｉ）は、優先パスＲＡ（ｉ）を介して第
２選択部２５にもたらされ、許可信号ＥＮＡがＩｔ　Ｉ
　ＩＩになると、先入先出スタック２４からの転送要求
に優先して選択され、ＭＳＣ３１およびＥＳＣ４１に送
出される。これは、データ転送の実行が開始された処理
装置１０　（ｉ）からの転送要求Ｒ（１）が連続的に処
理されることを意味している。

（２）　Ｔ　（ｉ）＝　１の時に到着した転送要求Ｒ（
ｊ）（ｊ４ｉ）は通常パスＲＢ　（ｊ）を介して先入先
出スタック２４に入力され、先着順の待ち状態となる。

（３）　Ｔ（ｊ）＝　１の時に到着したＥ　（ｉ）を伴
う転送要求Ｒ（ｉ）も通常パスＲＢ　（ｉ）を介して先
入先出スタック２４に入力され、先着順の待ち状態とな
る、この場合、やがて実行中情報保持部２７内のスタッ
クカウンタが０になると、許可信号ＥＮＢが“ｌ”とな
り、先入先出スタック２４からの転送要求、例えばＲＢ
　’　（ｋ）が選択され、ＭＳＣおよびＥＳＣに送られ
る。また、実行中情報保持部２７内の要求元レジスタが
更新され。

Ｔ　（ｊ）　＝　１となる。

（４）　Ｔ（ｉ）　＝１の時、転送要求Ｒ（ｊ）が来な
いうちに、スタックカウンタがＯになった場合も、許可
信号ＥＮＢが“１”となり、先入先出スタック２４から
の転送要求ＲＢ　’　（ｋ）が選択される。

（５）　Ｔ（ｉ）＝１で先入先出スタック２４が全く空
きの時に到着したＥ　（ｉ）を伴う転送要求Ｒ（ｉ）は
、先入先出スタック２４に入力後直ちにＲＢ　’　（ｉ
）を介して第２選択部２５に送られ、許可信号ＥＮＡが
“工”であれば選択される。すなわち。

−度打切られても、他の処理装置からの転送要求がなけ
れば、直ちに再開される。

本実施例では、各処理装置が自分の発行したブロック転
送要求の数を計数して特定量Ｘになったことを検知して
いるので、特定ｊｔＸの値が処理装置毎に容易に変更で
き、処理装置対応またシステム対応に軟柔に優先順位を
与えることができる。

また、本実施例によれば、データ転送が特定量Ｘに達し
て打ち切られても、他の処理装置からの転送要求が来て
いなければ、直ちに再開できるので、処理装置からの転
送要求が競合することが少ない環境においても効率の良
いデータが実現できる。

次に本発明の第２の実施例について説明する。

本実施例の特徴は、特定量Ｘの検出を各処理装置が行う
のではなく、競合回路２０で行うことにある。第５ＷＩ
に本実施例の競合制御部２０ａの構成図を示す、第１選
択部２３、先入先出スタック２４、ブロック終了指示部
２６．実行中情報保持部２７の機能は第４図と同じであ
る。第２選択部２５は、第４図で説明した機能に加えて
新たにスタック実行転送要求Ｒ′を生成する。スタック
実行転送要求Ｒ′は、第２選択部２５が優先パスＲＡ（
１）ないしＲＡ　（ｎ）からの転送要求でなく、先入先
出スタック２４からの転送要求を選択した時に“ｌ”と
なる、連続転送カウンタ部２８は、本実施例で新たに加
えられたブロックであり、次のように動作する連続転送
カウンタを含む。

（１）Ｒ＝１　かつＲ’＝１の時　カウンタ１に初期値
（２）Ｒ＝１　かつＲ′＝０の時　カウントアツプ（＋
１）連続転送カウンタの値は、各処理装置毎の特定量Ｘ
に応じてデコードされ連続転送終了指示Ｅ　（１）ない
しＥ　（ｎ）が生成される０例えば処理装置１０（１）
、　１０（２）の特定量がそれぞれ８ブロツク、４ブロ
ツクであれば、Ｅ（１）、　Ｅ（２）は連続転送のカウ
ンタ値がそれぞれ８，４の時に“ｌ”となる。

本実施例によれば、特定量Ｘ′の検出を競合回路２０で
行うので、各処理装置から連続転送終了指示を送出する
必要がなくなり、各処理装置における処理時間、処理ス
テップを小さくできる。

次に、第１図の構成を発展させ、複数の主記憶装置や拡
張記憶装置を共有する処理装置群が複数存在する場合、
これに対応して複数の競合回路を使用する実施例につい
て説明する。

第６図は、２つの主記憶装置（ＭＳ）３０−１゜３０−
２と１つの拡張記憶装置（ＥＳ）４０を処理装置群１０
−１．１０−２が共有す実施例である。ＭＳ（１）３０
−１を共有するグループ１０−１の処理装置Ｐ１１ない
しＰｌｏは、ＭＳ（１）３０−１とＥＳ４０間のデータ
転送要求を発行し、グループ１０−２のＭ　Ｓ　（２）
　３０−２を共有する処理装置ｐａｔないしｐ　ａ　ｎ
は、Ｍ　Ｓ　（２）　３０−２とＥＳ４０間のデータ転
送要求を発行する。処理装置Ｐ１１ないしＰ□７からの
転送要求は、まず競合回路（１）　２０−１で競合し選
択され、さらに競合回路（Ｅ）２０−３で競合回路（２
）　２０−２からの転送要求と競合し選択されて、初め
て実行に移される。

競合回路（１）　２０−１および競合回路（２）　２０
−２には、第４図または第５図の実施例に用いたものと
同じ競合回路を使ってよい、競合回路（Ｅ）　２０−３
は、第４図または第５図の実施例の競合回路を要求伝達
先が１つとなるように縮退して構成できる０例えば、第
４図の競合制御部において、第２選択部２５からの実行
転送要求和信号ＲはＥＳ４０にのみ送出される。またブ
ロック終了指示はＥＳ４０のみより到着するため、ブロ
ック終了指示部２６は不要となり、ＥＳ４０からのブロ
ック終了指示ＡｌＩＣが直接実行中情報保持部２７に入
力される。

第７図は、２つの主記憶装置（ＭＳ）３０−１゜３０−
２と２つの拡張記憶装置（ＥＳ）４０−１゜４０−２を
処理装置群１０−１．１０−２が共有する実施例である
。ＭＳ（１）３０−１を共有するグループ１０−１の処
理装置Ｐ１１ないしＰ、は、ＭＳ（１）３０−１−ＥＳ
（１）４０−１間、およびＭＳ（１）３０−１−ＥＳ（
２）４０−２間のデータ転送要求を発行し、Ｍ　Ｓ　（
２）　３０−２を共有するグループ１０−２の処理装置
Ｐ２１ないしＰ３ｎは、ＭＳ（２）３０−２−ＥＳ（１
）４０−１間、およびＭＳ（２）３０−２−ＥＳ（２）
４０−２間のデータ転送要求を発行する。処理装置Ｐ１
１ないしＰ□１からの転送要求は、まず競合回路（１）
　２０−１で競合し選択される０選択された転送要求は
、それがＭＳ（１）３０−１−ＥＳ（１）４０−１間の
転送であれば、ＭＳ（１）３０−王と競合回路（Ｅｌ）
２０−３に送出され、ＭＳ（１）３０−１−ＥＳ（２）
４０−２間の転送であれば、ＭＳ（１）３０−１と競合
回路（Ｅ２）２０−４に送出される。競合回路（Ｅｌ）
２０−３または競合回路（Ｅ２）２０−４に到着した転
送要求は、競合回路（２）　２０−２からの転送要求と
競合し１選択されて初めてデータ転送が実行される。競
合回路２０−３および２０−４は、第６図の競合回路２
０−３と同様に構成できる。競合回路２０−１および２
０−２は、第４図、第５図の実施例の競合回路を要求伝
達先が条件によって選べるよう拡張して構成できる０例
えば、競合回路２０−１の場合、第４図の競合制御部に
おいて、処理装置からの転送要求Ｒ（１）ないしＲ（ｎ
）に転送先ＥＳ情報５（１）ないしＳ　（ｎ）を付随さ
せ、第２選択部２５がある転送要求Ｒ（ｉ）を選択した
時、それに付随する転送先ＥＳ情報Ｓ　（ｉ）の内容を
みて、例えばＳ　（ｉ）　＝　Ｏならば競合回路２０−
３へ、Ｓ　（ｉ）　＝　１ならば競合回路２０−４に帆
送要求を送出するようにすればよい。

以上、各実施例では、転送要求が先着順に処理される場
合について説明したが、本発明はこれに限るものでなく
、特に緊急度が高い転送要求を優先させるように適合で
きる６例えば、そのような転送要求が来た場合、 （１）実行中の転送要求が特定量Ｘのデータ転送を終了
していなくても実行を一時中断し、緊急度の高い転送要
求を実行し、それが終了すると中断していた転送要求を
再開する。

（２）緊急度の高い転送要求は待ち状態となるが最高優
先順位を与えられ、実行中の転送要求が特定量の転送終
了後、直ちに選択される。

ように制御することにより、容易に実現できることは明
らかである。

〔発明の効果〕

本発明によれば１次のような効果が得られる。

（１）特定量のデータ転送が終了するまでは他の処理装
置からの転送要求によって割り込まれないため、転送要
求元の切替が頻発して切替オーバヘッドが増大する事態
を防ぐことができる。

（２）特定量のデータ転送が終了すると優先権が開放さ
れ、他の転送要求が実行できるので、各処理装置が公平
なサービスを受けられる。

（３）１つの処理装置からみると、悪くても他の（ｎ−
１）台の処理装置がそれぞれの特定量のデータ転送を実
行する時間だけ待てば一白分の発行した転送要求が受付
けられ実行されるので。

他の処理装置との競合によりタイムアウトとなる事態が
生じることを防ぐことができる。

（４）特定量の値を処理装置毎に異なるようにし。

また、特定の転送要求には最高の優先順位を与えるなど
することにより、処理装置毎の命令の緊急度に応じて、
柔軟にサービス時間を割りふることがでる。

（５）主記憶装置を共有する処理装置群が複数存在する
計算機システムに対しても、同様のいくつかの競合回路
を組み合せて適用することができるので、拡張の容易な
計算機システムを提供できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のシステム構成図、第２図は
第１図の競合回路の概略構成図、第３図は第２図の競合
情報の詳細構成図、第４図は第２図の競合制御部の一実
施例の詳細構成図、第５図は競合制御部の他の実施例の
詳細構成図、第６図及び第７図は競合回路を複数使用す
る本発明の他の実施例のシステム構成図である。 １０・・・処理装置、　２０・・・競合回路、３０・・
・主記憶装置、　４０・・・拡張記憶装置、２０ａ・・
・競合制御部、　２０ｂ・・・競合情報部、２３・・・
第１選択部、　２４・・・先入先出スタック、２５・・
・第２選択部、　２７・・・実行中情報保持部。 ２８・・・連続転送カウンタ部。 第 ２図 ＳＣ ＳＣ 門５こ ＳＣ 第５ 図

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数の処理装置からの転送要求にもとづいて記憶
   装置間のデータ転送の制御を行う方式において、 複数の処理装置からの転送要求が競合した時、特定量の
   データ転送が終了するまでは一つの処理装置からの転送
   要求を連続して実行すること特徴とするデータ転送制御
   方式。
2. （２）前記特定量の値は処理装置毎に定めることを特徴
   とする請求項（１）記載のデータ転送制御方式。
3. （３）一つの処理装置からの転送要求が連続して実行さ
   れている間に発生した他の処理装置からの転送要求は、
   その発生順に実行優先順位を割当てることを特徴とする
   請求項（１）記載のデータ転送制御方式。
4. （４）連続データ転送量が特定量に達して実行を打切ら
   れたある処理装置の転送要求は、その間に待されていた
   他の処理装置からの転送要求より実行優先順位を下げる
   ことを特徴とする請求項（３）記載のデータ転送制御方
   式。
5. （５）一つの処理装置からの転送要求が連続して実行さ
   れている間に発生した他の特定の転送要求は、その発生
   順にかからわず最高の実行優先順位を与えられることを
   特徴とする請求項（３）記載のデータ転送制御方式。
6. （６）特定の転送要求が発生した時は、それまで連続実
   行していた転送要求を一時中断し、該特定の転送要求を
   実行し終了すると、中断していた転送要求を再開するこ
   とを特徴とする請求項（１）記載のデータ転送制御方式
   。