JPH04352047A - アドレス変換制御方法および装置 - Google Patents
アドレス変換制御方法および装置Info
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- JPH04352047A JPH04352047A JP3125822A JP12582291A JPH04352047A JP H04352047 A JPH04352047 A JP H04352047A JP 3125822 A JP3125822 A JP 3125822A JP 12582291 A JP12582291 A JP 12582291A JP H04352047 A JPH04352047 A JP H04352047A
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- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 title claims abstract description 38
- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 9
- 239000000872 buffer Substances 0.000 claims abstract description 65
- 238000000926 separation method Methods 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 6
- 244000309464 bull Species 0.000 description 1
- 238000004891 communication Methods 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 239000000284 extract Substances 0.000 description 1
- 230000004044 response Effects 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2212/00—Indexing scheme relating to accessing, addressing or allocation within memory systems or architectures
- G06F2212/68—Details of translation look-aside buffer [TLB]
- G06F2212/682—Multiprocessor TLB consistency
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
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
【0001】
【産業上の利用分野】本発明は、マイクロプロセッサの
アドレス変換制御に関し、特に密結合のマルチプロセッ
サの性能向上を図るためのアドレス変換制御方法および
装置に関する。
アドレス変換制御に関し、特に密結合のマルチプロセッ
サの性能向上を図るためのアドレス変換制御方法および
装置に関する。
【0002】
【従来の技術】従来より、実アドレス空間より大きい空
間が必要なときには、論理アドレス空間を用いて、仮想
記憶方式を採用している。図3は、仮想記憶方式を説明
するための図である。仮想記憶方式においては、論理ア
ドレス空間とこれに対応する実アドレス空間がそれぞれ
ペ−ジに分割され、論理アドレスのペ−ジを実アドレス
の任意のペ−ジに対応付けてメモリロ−ドすることが可
能である。図3に示すように、論理アドレスと実アドレ
スの対応関係は、アドレス変換テ−ブルにより管理され
る。一般には、論理アドレス空間の方が実アドレス空間
よりも大きいため、全ての論理ペ−ジをメモリに格納す
ることは不可能である。論理ペ−ジがメモリに格納され
ているか否かは、アドレス変換テ−ブルのペ−ジフォ−
ルトビットにより表わされる。すなわち、論理ペ−ジが
メモリに格納されている場合には、ペ−ジフォ−ルトビ
ットは‘0’であり、論理ペ−ジがメモリに格納されて
いない場合、つまり外部記憶装置であるディスクに格納
されている場合には、ペ−ジフォ−ルトビットは‘1’
である。
間が必要なときには、論理アドレス空間を用いて、仮想
記憶方式を採用している。図3は、仮想記憶方式を説明
するための図である。仮想記憶方式においては、論理ア
ドレス空間とこれに対応する実アドレス空間がそれぞれ
ペ−ジに分割され、論理アドレスのペ−ジを実アドレス
の任意のペ−ジに対応付けてメモリロ−ドすることが可
能である。図3に示すように、論理アドレスと実アドレ
スの対応関係は、アドレス変換テ−ブルにより管理され
る。一般には、論理アドレス空間の方が実アドレス空間
よりも大きいため、全ての論理ペ−ジをメモリに格納す
ることは不可能である。論理ペ−ジがメモリに格納され
ているか否かは、アドレス変換テ−ブルのペ−ジフォ−
ルトビットにより表わされる。すなわち、論理ペ−ジが
メモリに格納されている場合には、ペ−ジフォ−ルトビ
ットは‘0’であり、論理ペ−ジがメモリに格納されて
いない場合、つまり外部記憶装置であるディスクに格納
されている場合には、ペ−ジフォ−ルトビットは‘1’
である。
【0003】プログラマは、論理アドレスのみを意識し
てプログラムを作成すればよいので、プログラムの作成
が容易になるという利点がある。そのため、最近の32
ビットマイクロプロセッサの殆んどが、仮想記憶方式を
サポ−トしている。仮想記憶方式では、プログラムから
メモリアクセスされる毎にアドレス変換テ−ブルを検索
し、論理アドレスから実アドレスに変換する必要がある
。このアドレス変換のオ−バヘッドを少なくするため、
マイクロプロセッサ内にアドレス変換バッフア(TLB
)を用意して、論理アドレスから実アドレスへの変換対
の一部を登録しておき、アドレス変換処理を高速に実行
できるようにしている。ところで、このような仮想記憶
方式のマイクロプロセッサを用いて、密結合マルチプロ
セッサシステムを構成する場合、アドレス変換テ−ブル
と各マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの内
容を一致させる一致制御動作が必要となる。すなわち、
あるマイクロプロセッサがアドレス変換テ−ブルを書き
換えたとき、自アドレス変換バッファおよび他のマイク
ロプロセッサ内のアドレス変換バッファに書き換えられ
た変換対が登録されていれば、その変換対を無効化する
必要がある。このようなバッファ記憶における一致制御
と置換制御等については、例えば『電子情報通信ハンド
ブック』第2分冊、(株)オ−ム社発行、pp.159
2〜1595に記載されている。
てプログラムを作成すればよいので、プログラムの作成
が容易になるという利点がある。そのため、最近の32
ビットマイクロプロセッサの殆んどが、仮想記憶方式を
サポ−トしている。仮想記憶方式では、プログラムから
メモリアクセスされる毎にアドレス変換テ−ブルを検索
し、論理アドレスから実アドレスに変換する必要がある
。このアドレス変換のオ−バヘッドを少なくするため、
マイクロプロセッサ内にアドレス変換バッフア(TLB
)を用意して、論理アドレスから実アドレスへの変換対
の一部を登録しておき、アドレス変換処理を高速に実行
できるようにしている。ところで、このような仮想記憶
方式のマイクロプロセッサを用いて、密結合マルチプロ
セッサシステムを構成する場合、アドレス変換テ−ブル
と各マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの内
容を一致させる一致制御動作が必要となる。すなわち、
あるマイクロプロセッサがアドレス変換テ−ブルを書き
換えたとき、自アドレス変換バッファおよび他のマイク
ロプロセッサ内のアドレス変換バッファに書き換えられ
た変換対が登録されていれば、その変換対を無効化する
必要がある。このようなバッファ記憶における一致制御
と置換制御等については、例えば『電子情報通信ハンド
ブック』第2分冊、(株)オ−ム社発行、pp.159
2〜1595に記載されている。
【0004】図4は、従来における密結合マルチプロセ
ッサのアドレス変換制御方法を説明する図である。図4
において、1,2はマイクロプロセッサ、3,4はマイ
クロプロセッサ1,2内の命令実行部、5,6はマイク
ロプロセッサ1,2内のアドレス変換制御部、7,8は
アドレス変換制御部5,6内のアドレス変換バッファ、
9はメモリ、10はメモリ9内に格納されているアドレ
ス変換テ−ブルである。また、11,12は命令実行部
3,4からアドレス変換制御部にアドレスを送信する信
号線、13,14はアドレス変換制御部5,6から命令
実行制御部3,4にペ−ジフォ−ルトを通知する信号線
、15,16はマイクロプロセッサ1,2とメモリ9を
接続するデ−タ信号線、17,18はマイクロプロセッ
サ1,2とメモリ9とを接続するアドレス線、19はマ
イクロプロセッサ1,2間で割り込みを通知する信号線
である。
ッサのアドレス変換制御方法を説明する図である。図4
において、1,2はマイクロプロセッサ、3,4はマイ
クロプロセッサ1,2内の命令実行部、5,6はマイク
ロプロセッサ1,2内のアドレス変換制御部、7,8は
アドレス変換制御部5,6内のアドレス変換バッファ、
9はメモリ、10はメモリ9内に格納されているアドレ
ス変換テ−ブルである。また、11,12は命令実行部
3,4からアドレス変換制御部にアドレスを送信する信
号線、13,14はアドレス変換制御部5,6から命令
実行制御部3,4にペ−ジフォ−ルトを通知する信号線
、15,16はマイクロプロセッサ1,2とメモリ9を
接続するデ−タ信号線、17,18はマイクロプロセッ
サ1,2とメモリ9とを接続するアドレス線、19はマ
イクロプロセッサ1,2間で割り込みを通知する信号線
である。
【0005】図4において、論理ペ−ジ‘0’,‘2’
,‘4’,‘5’,・・・・‘N−1’はメモリにロ−
ドされており、論理ペ−ジ‘1’,‘3’,・・・・・
・‘N’はペ−ジフォ−ルトビットが‘1’で、当該ペ
−ジがディスク上にあるものとする。また、マイクロプ
ロセッサ1のアドレス変換バッファ7には、論理ペ−ジ
‘0’,‘5’に対応する変換対が格納され、マイクロ
プロセッサ2のアドレス変換バッファ8には論理ペ−ジ
‘0’,‘4’に対応する変換対が格納されている。通
常、マイクロプロセッサ1がメモリアクセスする場合、
命令実行部3が信号線11を介して論理アドレスをアド
レス変換制御部5に送ると、アドレス変換制御部5はア
ドレス変換バッファ7を検索して、変換対が存在すれば
、その変換対を用いて論理アドレスから実アドレスへの
変換を行い、それを信号線17を介してメモリ9に送る
。メモリ9では、所要のデ−タを読み出して、信号線1
5を介して命令実行部3に送る。
,‘4’,‘5’,・・・・‘N−1’はメモリにロ−
ドされており、論理ペ−ジ‘1’,‘3’,・・・・・
・‘N’はペ−ジフォ−ルトビットが‘1’で、当該ペ
−ジがディスク上にあるものとする。また、マイクロプ
ロセッサ1のアドレス変換バッファ7には、論理ペ−ジ
‘0’,‘5’に対応する変換対が格納され、マイクロ
プロセッサ2のアドレス変換バッファ8には論理ペ−ジ
‘0’,‘4’に対応する変換対が格納されている。通
常、マイクロプロセッサ1がメモリアクセスする場合、
命令実行部3が信号線11を介して論理アドレスをアド
レス変換制御部5に送ると、アドレス変換制御部5はア
ドレス変換バッファ7を検索して、変換対が存在すれば
、その変換対を用いて論理アドレスから実アドレスへの
変換を行い、それを信号線17を介してメモリ9に送る
。メモリ9では、所要のデ−タを読み出して、信号線1
5を介して命令実行部3に送る。
【0006】一方、アドレス変換バッファ7に所要の変
換対がない場合には、アドレス変換制御部5がメモリ9
上のアドレス変換テ−ブル10から所要の変換対を読み
出し、論理アドレスから実アドレスに変換を行い、上述
のようにメモリ9にアクセスするとともに、この変換対
をアドレス変換バッファ7に登録する。この時、以前に
登録されていた変換対の1つは予め決められたアルゴリ
ズムに従って消去される。 また、アドレス変換テ−
ブル10から読み出した変換対のペ−ジフォ−ルトビッ
トが‘1’の場合、所要の論理ペ−ジはメモリ9上に存
在しないため、その旨を信号線13を介して命令実行部
3に通知する。いま、命令実行部3が論理ペ−ジ‘3’
をアクセスすると、ペ−ジフォ−ルトが検出される。こ
れをトリガとして、マイクロプロセッサ1は、論理ペ−
ジ‘3’をディスクからメモリにロ−ドすることになる
。 この時、アドレス変換テ−ブル10の書き換え処理と、
アドレス変換テ−ブル10とマイクロプロセッサ1,2
内のアドレス変換バッファ7,8との一致制御処理を行
う必要がある。
換対がない場合には、アドレス変換制御部5がメモリ9
上のアドレス変換テ−ブル10から所要の変換対を読み
出し、論理アドレスから実アドレスに変換を行い、上述
のようにメモリ9にアクセスするとともに、この変換対
をアドレス変換バッファ7に登録する。この時、以前に
登録されていた変換対の1つは予め決められたアルゴリ
ズムに従って消去される。 また、アドレス変換テ−
ブル10から読み出した変換対のペ−ジフォ−ルトビッ
トが‘1’の場合、所要の論理ペ−ジはメモリ9上に存
在しないため、その旨を信号線13を介して命令実行部
3に通知する。いま、命令実行部3が論理ペ−ジ‘3’
をアクセスすると、ペ−ジフォ−ルトが検出される。こ
れをトリガとして、マイクロプロセッサ1は、論理ペ−
ジ‘3’をディスクからメモリにロ−ドすることになる
。 この時、アドレス変換テ−ブル10の書き換え処理と、
アドレス変換テ−ブル10とマイクロプロセッサ1,2
内のアドレス変換バッファ7,8との一致制御処理を行
う必要がある。
【0007】図5,図6は、従来におけるマイクロプロ
セッサのペ−ジフォ−ルト後の処理フロ−チャ−トであ
る。ここでは、図5がマイクロプロセッサ1の処理で、
図6がマイクロプロセッサ2の処理を示している。以下
、図4,図5および図6を用いて、論理ペ−ジ‘3’の
メモリ9へのロ−ドに伴って、アドレス変換テ−ブル1
0とアドレス変換バッファ7,8の内容を一致させる制
御方法について詳述する。先ず、マイクロプロセッサ1
は、メモリ9から追い出すペ−ジを決定し(ここでは、
追い出す論理ペ−ジとして‘0’を仮定する)、論理ペ
−ジ‘0’に対応するアドレス変換テ−ブル10のペ−
ジフォ−ルトビットを‘1’にする(ステップ101)
。次に、アドレス変換テ−ブル10の内容とアドレス変
換バッファ7の内容の不一致を解消するため、命令実行
部3はアドレス変換制御部5に信号線11を介して論理
アドレス‘0’を送る。これにより、アドレス変換制御
部5はアドレス変換バッファ7を検索し、論理アドレス
‘0’に対応する変換対をアドレス変換バッファ7から
消去する(ステップ102)。マイクロプロセッサ1は
、マイクロプロセッサ2内のアドレス変換バッファ8か
ら論理ペ−ジ‘0’に対応する変換対を無効化させるた
めに、信号線19を介して割り込みをかけて、マイクロ
プロセッサ2内のアドレス変換バッファ8からそのペ−
ジに対応する変換対の無効化を指示する(ステップ10
3)。なお、割り込みをかけたとき、論理ペ−ジの受け
渡しはメモリ9を介して行われる。
セッサのペ−ジフォ−ルト後の処理フロ−チャ−トであ
る。ここでは、図5がマイクロプロセッサ1の処理で、
図6がマイクロプロセッサ2の処理を示している。以下
、図4,図5および図6を用いて、論理ペ−ジ‘3’の
メモリ9へのロ−ドに伴って、アドレス変換テ−ブル1
0とアドレス変換バッファ7,8の内容を一致させる制
御方法について詳述する。先ず、マイクロプロセッサ1
は、メモリ9から追い出すペ−ジを決定し(ここでは、
追い出す論理ペ−ジとして‘0’を仮定する)、論理ペ
−ジ‘0’に対応するアドレス変換テ−ブル10のペ−
ジフォ−ルトビットを‘1’にする(ステップ101)
。次に、アドレス変換テ−ブル10の内容とアドレス変
換バッファ7の内容の不一致を解消するため、命令実行
部3はアドレス変換制御部5に信号線11を介して論理
アドレス‘0’を送る。これにより、アドレス変換制御
部5はアドレス変換バッファ7を検索し、論理アドレス
‘0’に対応する変換対をアドレス変換バッファ7から
消去する(ステップ102)。マイクロプロセッサ1は
、マイクロプロセッサ2内のアドレス変換バッファ8か
ら論理ペ−ジ‘0’に対応する変換対を無効化させるた
めに、信号線19を介して割り込みをかけて、マイクロ
プロセッサ2内のアドレス変換バッファ8からそのペ−
ジに対応する変換対の無効化を指示する(ステップ10
3)。なお、割り込みをかけたとき、論理ペ−ジの受け
渡しはメモリ9を介して行われる。
【0008】マイクロプロセッサ2は、図6に示すよう
に、マイクロプロセッサ1からの割り込みを検出し、ア
ドレス変換バッファ無効化命令により、アドレス変換バ
ッファ8から論理ペ−ジ‘0’に対応する変換対を消去
する。具体的には、命令実行部4がアドレス変換バッフ
ァ無効化命令を解読すると、アドレス変換制御部6に信
号線12を介して論理ペ−ジ‘0’を送り、アドレス変
換制御部6はアドレス変換バッファ8を検索して、論理
ペ−ジ‘0’に対応する変換対があれば、それを無効化
する(ステップ201)。次に、マイクロプロセッサ2
はマイクロプロセッサ1に対して、論理ペ−ジ‘0’に
対応する変換対の無効化が終了したことを信号線19を
介して割り込みにより通知する(ステップ202)。こ
の間、マイクロプロセッサ1は、マイクロプロセッサ2
からの応答(割り込みの有無)を監視している(ステッ
プ104)。マイクロプロセッサ1は、論理ペ−ジ‘0
’をメモリ9からディスクにペ−ジアウトし、実ペ−ジ
‘2’の位置に論理ペ−ジ‘3’をディスクから読み出
して格納する(ステップ105)。その後、アドレス変
換テ−ブル9の論理ペ−ジ‘3’に対応する実ペ−ジを
‘2’とし、かつペ−ジフォ−ルトビットを‘0’とす
る(ステップ106)。
に、マイクロプロセッサ1からの割り込みを検出し、ア
ドレス変換バッファ無効化命令により、アドレス変換バ
ッファ8から論理ペ−ジ‘0’に対応する変換対を消去
する。具体的には、命令実行部4がアドレス変換バッフ
ァ無効化命令を解読すると、アドレス変換制御部6に信
号線12を介して論理ペ−ジ‘0’を送り、アドレス変
換制御部6はアドレス変換バッファ8を検索して、論理
ペ−ジ‘0’に対応する変換対があれば、それを無効化
する(ステップ201)。次に、マイクロプロセッサ2
はマイクロプロセッサ1に対して、論理ペ−ジ‘0’に
対応する変換対の無効化が終了したことを信号線19を
介して割り込みにより通知する(ステップ202)。こ
の間、マイクロプロセッサ1は、マイクロプロセッサ2
からの応答(割り込みの有無)を監視している(ステッ
プ104)。マイクロプロセッサ1は、論理ペ−ジ‘0
’をメモリ9からディスクにペ−ジアウトし、実ペ−ジ
‘2’の位置に論理ペ−ジ‘3’をディスクから読み出
して格納する(ステップ105)。その後、アドレス変
換テ−ブル9の論理ペ−ジ‘3’に対応する実ペ−ジを
‘2’とし、かつペ−ジフォ−ルトビットを‘0’とす
る(ステップ106)。
【0009】
【発明が解決しようとする課題】このように、従来のマ
イクロプロセッサを用いて密結合のマルチプロセッサを
構成した場合、アドレス変換テ−ブルと各マイクロプロ
セッサ内のアドレス変換バッファの内容の一致を保証す
るために、あるマイクロプロセッサがアドレス変換テ−
ブルの論理ペ−ジに対応する内容を書き換えた場合、自
アドレス変換バッフア内のその論理ペ−ジに対応する変
換対を無効化し、かつ他の全てのマイクロプロセッサに
割り込みをかけ、その論理ペ−ジに対応する変換対の無
効化を行う必要があった。そのために、マイクロプロセ
ッサの台数が多くなるに従って、アドレス変換テ−ブル
と各マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの内
容の一致制御を行うので、オ−バヘッドが大きくなり、
性能の低下を招いていた。本発明の目的は、このような
従来の課題を解決し、複数台のマイクロプロセッサを用
いた密結合マルチプロセッサシステムで、メモリのアド
レス変換テ−ブルと各マイクロプロセッサ内のアドレス
変換バッファとの内容の一致制御のための割り込み等の
オ−バヘッドをなくし、性能の向上を図ることができる
アドレス変換制御方法および装置を提供することにある
。
イクロプロセッサを用いて密結合のマルチプロセッサを
構成した場合、アドレス変換テ−ブルと各マイクロプロ
セッサ内のアドレス変換バッファの内容の一致を保証す
るために、あるマイクロプロセッサがアドレス変換テ−
ブルの論理ペ−ジに対応する内容を書き換えた場合、自
アドレス変換バッフア内のその論理ペ−ジに対応する変
換対を無効化し、かつ他の全てのマイクロプロセッサに
割り込みをかけ、その論理ペ−ジに対応する変換対の無
効化を行う必要があった。そのために、マイクロプロセ
ッサの台数が多くなるに従って、アドレス変換テ−ブル
と各マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの内
容の一致制御を行うので、オ−バヘッドが大きくなり、
性能の低下を招いていた。本発明の目的は、このような
従来の課題を解決し、複数台のマイクロプロセッサを用
いた密結合マルチプロセッサシステムで、メモリのアド
レス変換テ−ブルと各マイクロプロセッサ内のアドレス
変換バッファとの内容の一致制御のための割り込み等の
オ−バヘッドをなくし、性能の向上を図ることができる
アドレス変換制御方法および装置を提供することにある
。
【0010】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
、本発明のアドレス変換制御方法は、(イ)共有のメモ
リ内に論理アドレスと実アドレスの変換対を格納したア
ドレス変換テ−ブルを備え、かつ変換対の一部を格納し
たアドレス変換バッファを具備した複数のマイクロプロ
セッサからなるマルチプロセッサシステムにおいて、任
意のマイクロプロセッサがアドレス変換テ−ブルの論理
ペ−ジに対応する内容を書き換えた場合、マイクロプロ
セッサはアドレス変換バッファ無効化命令を実行して、
自アドレス変換バッファから該無効化命令で指定された
論理アドレスに対応する変換対を消去するとともに、論
理アドレスを該マイクロプロセッサのチップ外部に出力
し、他のマイクロプロセッサはそれぞれ該論理アドレス
を入力して、論理アドレスに対応する変換対を自アドレ
ス変換バッファからそれぞれ消去することに特徴がある
。また、本発明のアドレス変換制御装置は、(ロ)各マ
イクロプロセッサに、アドレス変換バッファ無効化命令
で指定された論理アドレスをマイクロプロセッサのチッ
プ外部に出力するためのドライバ、各マイクロプロセッ
サ相互間を接続する信号線、および論理アドレスを信号
線から入力するレシ−バを設けることにも特徴がある。
、本発明のアドレス変換制御方法は、(イ)共有のメモ
リ内に論理アドレスと実アドレスの変換対を格納したア
ドレス変換テ−ブルを備え、かつ変換対の一部を格納し
たアドレス変換バッファを具備した複数のマイクロプロ
セッサからなるマルチプロセッサシステムにおいて、任
意のマイクロプロセッサがアドレス変換テ−ブルの論理
ペ−ジに対応する内容を書き換えた場合、マイクロプロ
セッサはアドレス変換バッファ無効化命令を実行して、
自アドレス変換バッファから該無効化命令で指定された
論理アドレスに対応する変換対を消去するとともに、論
理アドレスを該マイクロプロセッサのチップ外部に出力
し、他のマイクロプロセッサはそれぞれ該論理アドレス
を入力して、論理アドレスに対応する変換対を自アドレ
ス変換バッファからそれぞれ消去することに特徴がある
。また、本発明のアドレス変換制御装置は、(ロ)各マ
イクロプロセッサに、アドレス変換バッファ無効化命令
で指定された論理アドレスをマイクロプロセッサのチッ
プ外部に出力するためのドライバ、各マイクロプロセッ
サ相互間を接続する信号線、および論理アドレスを信号
線から入力するレシ−バを設けることにも特徴がある。
【0011】
【作用】本発明においては、あるマイクロプロセッサが
アドレス変換テ−ブルの論理ペ−ジに対応する内容を書
き換えた場合、アドレス変換バッファ無効化命令により
、自アドレス変換バッフアの無効化と同時に、他の全て
のマイクロプロセッサ内のアドレス変換バッフアの無効
化も行うことができるようにした。そのため、アドレス
変換バッファ無効化命令で指定された論理アドレスをマ
イクロプロセッサチップ外部に出力して、他マイクロプ
ロセッサにその論理アドレスを入力し、その論理アドレ
スに対応する変換対をアドレス変換バッファから消去さ
せる。これにより、割り込みによるオ−バヘッドをなく
して、密結合マルチプロセッサシステムの性能を向上さ
せることが可能となる。
アドレス変換テ−ブルの論理ペ−ジに対応する内容を書
き換えた場合、アドレス変換バッファ無効化命令により
、自アドレス変換バッフアの無効化と同時に、他の全て
のマイクロプロセッサ内のアドレス変換バッフアの無効
化も行うことができるようにした。そのため、アドレス
変換バッファ無効化命令で指定された論理アドレスをマ
イクロプロセッサチップ外部に出力して、他マイクロプ
ロセッサにその論理アドレスを入力し、その論理アドレ
スに対応する変換対をアドレス変換バッファから消去さ
せる。これにより、割り込みによるオ−バヘッドをなく
して、密結合マルチプロセッサシステムの性能を向上さ
せることが可能となる。
【0012】
【実施例】以下、本発明の実施例を、図面により詳細に
説明する。図1は、本発明の一実施例を示すアドレス変
換制御を用いるマルチプロセッサシステムの構成図であ
る。図1において、1〜9は従来における図4の構成と
殆んど同じであるが、異なっている点はマイクロプロセ
ッサ1と2の各アドレス変換制御部5,6間を接続する
信号線20が設けられた点である。この信号線20を介
して、アドレス変換制御部5から6に対して無効化され
る論理ペ−ジ(前述の例では、論理ペ−ジ‘0’)を送
るのである。なお、各マイクロプロセッサ1,2には、
信号線20に無効化される論理ペ−ジを送出するための
ドライバと、他マイクロプロセッサから送られてきた論
理ペ−ジを受信するためのレシ−バとが設けられるが、
図ではそれらの記載が省略されている。これらは、通常
に用いられる信号ドライバと信号レシ−バでよい。図1
では、アドレス変換バッファ無効化命令を実行するとき
、命令実行部3,4からアドレス変換バッフア5,6に
信号線11,12を介して論理アドレスを送るが、この
論理アドレスをマイクロプロセッサ1,2の外部に出力
し、他マイクロプロセッサ(マイクロプロセッサ1から
見るとマイクロプロセッサ2、またマイクロプロセッサ
2から見るとマイクロプロセッサ1)が出力された論理
アドレスを信号線20を介して入力する。3台以上のマ
イクロプロセッサが存在する場合には、各マイクロプロ
セッサのアドレス変換制御部相互間に信号線20を接続
する必要がある。なお、図1では、信号線20における
論理アドレスの出力および入力を同一ピンで行うように
しているが、入力と出力とを分離することも勿論可能で
ある。本発明においては、論理アドレスの入出力ピンの
共同、分離のいずれを採用してもよく、この相違により
制約を受けることはない。さらに、入出力ピンは、ビッ
トシリアルで論理アドレスを入出力したり、あるいはビ
ットパラレルで入出力する構成にすることも可能である
。
説明する。図1は、本発明の一実施例を示すアドレス変
換制御を用いるマルチプロセッサシステムの構成図であ
る。図1において、1〜9は従来における図4の構成と
殆んど同じであるが、異なっている点はマイクロプロセ
ッサ1と2の各アドレス変換制御部5,6間を接続する
信号線20が設けられた点である。この信号線20を介
して、アドレス変換制御部5から6に対して無効化され
る論理ペ−ジ(前述の例では、論理ペ−ジ‘0’)を送
るのである。なお、各マイクロプロセッサ1,2には、
信号線20に無効化される論理ペ−ジを送出するための
ドライバと、他マイクロプロセッサから送られてきた論
理ペ−ジを受信するためのレシ−バとが設けられるが、
図ではそれらの記載が省略されている。これらは、通常
に用いられる信号ドライバと信号レシ−バでよい。図1
では、アドレス変換バッファ無効化命令を実行するとき
、命令実行部3,4からアドレス変換バッフア5,6に
信号線11,12を介して論理アドレスを送るが、この
論理アドレスをマイクロプロセッサ1,2の外部に出力
し、他マイクロプロセッサ(マイクロプロセッサ1から
見るとマイクロプロセッサ2、またマイクロプロセッサ
2から見るとマイクロプロセッサ1)が出力された論理
アドレスを信号線20を介して入力する。3台以上のマ
イクロプロセッサが存在する場合には、各マイクロプロ
セッサのアドレス変換制御部相互間に信号線20を接続
する必要がある。なお、図1では、信号線20における
論理アドレスの出力および入力を同一ピンで行うように
しているが、入力と出力とを分離することも勿論可能で
ある。本発明においては、論理アドレスの入出力ピンの
共同、分離のいずれを採用してもよく、この相違により
制約を受けることはない。さらに、入出力ピンは、ビッ
トシリアルで論理アドレスを入出力したり、あるいはビ
ットパラレルで入出力する構成にすることも可能である
。
【0013】図2は、本発明におけるペ−ジフォ−ルト
後の処理フロ−チャ−トである。以下、図1および図2
を用いて、論理ペ−ジ‘3’がペ−ジフォ−ルトとなっ
て、論理ペ−ジ‘0’をメモリからディスクにペ−ジア
ウトし、論理ペ−ジ‘3’をメモリにロ−ドする場合に
ついて、アドレス変換テ−ブルとアドレス変換バッファ
の一致制御方法について詳述する。先ず、マイクロプロ
セッサ1は、メモリ9から追い出す論理ペ−ジ‘0’を
決定し、その論理ペ−ジ‘0’に対応するアドレス変換
テ−ブル10のペ−ジフォ−ルトビットを‘1’とする
(ステップ301)。次に、アドレス変換テ−ブル10
の内容とアドレス変換バッファ7,8の内容の不一致を
解消するため、マイクロプロセッサ1はアドレス変換バ
ッファ無効化命令を実行する。具体的には、命令実行部
3はアドレス変換バッファ無効化命令を解読し、アドレ
ス変換制御部5に信号線11を介して論理アドレス‘0
’を送る。アドレス変換制御部5は、アドレス変換バッ
ファ7を検索して論理アドレス‘0’に対応する変換対
をアドレス変換バッファ7から消去する。また、アドレ
ス変換制御部5は、信号線20を介して他プロセッサ2
のアドレス変換制御部6に論理ペ−ジ‘0’を送る。ア
ドレス変換制御部6は、アドレス変換バッファ8を検索
して論理アドレス‘0’に対応する変換対をアドレス変
換バッファ8から消去する(ステップ302)。 次に、マイクロプロセッサ1は、論理ペ−ジ‘0’をメ
モリ9からディスクにペ−ジアウトし、実ペ−ジ‘2’
の位置に論理ペ−ジ‘3’をディスクから読み出して格
納する(ステップ303)。その後、アドレス変換テ−
ブル10の論理ペ−ジ‘3’に対する実ペ−ジを‘2’
とし、かつペ−ジフォ−ルトビットを‘0’とする(ス
テップ304)。
後の処理フロ−チャ−トである。以下、図1および図2
を用いて、論理ペ−ジ‘3’がペ−ジフォ−ルトとなっ
て、論理ペ−ジ‘0’をメモリからディスクにペ−ジア
ウトし、論理ペ−ジ‘3’をメモリにロ−ドする場合に
ついて、アドレス変換テ−ブルとアドレス変換バッファ
の一致制御方法について詳述する。先ず、マイクロプロ
セッサ1は、メモリ9から追い出す論理ペ−ジ‘0’を
決定し、その論理ペ−ジ‘0’に対応するアドレス変換
テ−ブル10のペ−ジフォ−ルトビットを‘1’とする
(ステップ301)。次に、アドレス変換テ−ブル10
の内容とアドレス変換バッファ7,8の内容の不一致を
解消するため、マイクロプロセッサ1はアドレス変換バ
ッファ無効化命令を実行する。具体的には、命令実行部
3はアドレス変換バッファ無効化命令を解読し、アドレ
ス変換制御部5に信号線11を介して論理アドレス‘0
’を送る。アドレス変換制御部5は、アドレス変換バッ
ファ7を検索して論理アドレス‘0’に対応する変換対
をアドレス変換バッファ7から消去する。また、アドレ
ス変換制御部5は、信号線20を介して他プロセッサ2
のアドレス変換制御部6に論理ペ−ジ‘0’を送る。ア
ドレス変換制御部6は、アドレス変換バッファ8を検索
して論理アドレス‘0’に対応する変換対をアドレス変
換バッファ8から消去する(ステップ302)。 次に、マイクロプロセッサ1は、論理ペ−ジ‘0’をメ
モリ9からディスクにペ−ジアウトし、実ペ−ジ‘2’
の位置に論理ペ−ジ‘3’をディスクから読み出して格
納する(ステップ303)。その後、アドレス変換テ−
ブル10の論理ペ−ジ‘3’に対する実ペ−ジを‘2’
とし、かつペ−ジフォ−ルトビットを‘0’とする(ス
テップ304)。
【0014】本発明における処理フロ−である図2と、
従来における処理フロ−である図5,図6とを比較する
と明らかなように、本発明では全体で4つのステップに
よりアドレス変換テ−ブルとアドレス変換バッファの内
容の一致制御を完了しており、かつ送信側のマイクロプ
ロセッサの処理のみでよい(送られてきたアドレスを検
索して消去する処理を除く)のに対して、従来の処理で
は送信側マイクロプロセッサが6ステップ、受信側マイ
クロプロセッサが2ステップの処理を必要としている。 具体的には、本発明では、図4の送信側マイクロプロセ
ッサのステップ101,102および105,106の
みでよく、残りのステップ103,104および受信側
プロセッサのステップ201,202は不要となる。こ
のように、本発明においては、あるマイクロプロセッサ
がアドレス変換テ−ブルの論理ペ−ジに対応する内容を
書き換えた場合、アドレス変換バッファ無効化命令によ
って、自アドレス変換バッファの無効化を行うとき他の
マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの無効化
も同時に行えるため、アドレス変換バッフア無効化命令
で指定した論理アドレスをマイクロプロセッサチップ外
部に出力し、他マイクロプロセッサに上記論理アド麗ス
を入力して、その論理アドレスに対応する変換対をアド
レス変換バッファから消去する。これにより、一致制御
を簡単な処理で行うことができ、オ−バヘッドをなくす
ことができる。
従来における処理フロ−である図5,図6とを比較する
と明らかなように、本発明では全体で4つのステップに
よりアドレス変換テ−ブルとアドレス変換バッファの内
容の一致制御を完了しており、かつ送信側のマイクロプ
ロセッサの処理のみでよい(送られてきたアドレスを検
索して消去する処理を除く)のに対して、従来の処理で
は送信側マイクロプロセッサが6ステップ、受信側マイ
クロプロセッサが2ステップの処理を必要としている。 具体的には、本発明では、図4の送信側マイクロプロセ
ッサのステップ101,102および105,106の
みでよく、残りのステップ103,104および受信側
プロセッサのステップ201,202は不要となる。こ
のように、本発明においては、あるマイクロプロセッサ
がアドレス変換テ−ブルの論理ペ−ジに対応する内容を
書き換えた場合、アドレス変換バッファ無効化命令によ
って、自アドレス変換バッファの無効化を行うとき他の
マイクロプロセッサ内のアドレス変換バッファの無効化
も同時に行えるため、アドレス変換バッフア無効化命令
で指定した論理アドレスをマイクロプロセッサチップ外
部に出力し、他マイクロプロセッサに上記論理アド麗ス
を入力して、その論理アドレスに対応する変換対をアド
レス変換バッファから消去する。これにより、一致制御
を簡単な処理で行うことができ、オ−バヘッドをなくす
ことができる。
【0015】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
主メモリのアドレス変換テ−ブルと各マイクロプロセッ
サ内のアドレス変換バッファの内容の一致制御を、割り
込み等の処理を行わずに行えるため、オ−バヘッドはな
くなり、密結合マルチプロセッサの性能の向上に極めて
効果がある。
主メモリのアドレス変換テ−ブルと各マイクロプロセッ
サ内のアドレス変換バッファの内容の一致制御を、割り
込み等の処理を行わずに行えるため、オ−バヘッドはな
くなり、密結合マルチプロセッサの性能の向上に極めて
効果がある。
【0016】
【図1】本発明の一実施例を示す密結合マルチプロセッ
サのアドレス変換制御の機能ブロック図である。
サのアドレス変換制御の機能ブロック図である。
【図2】図1におけるペ−ジフォ−ルト後の処理フロ−
チャ−トである。
チャ−トである。
【図3】従来の仮想記憶方式を説明する図である。
【図4】従来の密結合マルチプロセッサのアドレス変換
制御方法を示す説明図である。
制御方法を示す説明図である。
【図5】従来の密結合マルチプロセッサのペ−ジフォ−
ルト後の処理フロ−チャ−トである。
ルト後の処理フロ−チャ−トである。
【図6】同じく従来の密結合マルチプロセッサの処理フ
ロ−チャ−トであり、図5の他の一部である。
ロ−チャ−トであり、図5の他の一部である。
【符号の説明】
1,2 マイクロプロセッサ
3,4 命令実行部
5,6 アドレス変換制御部
7,8 アドレス変換バッファ
9 メモリ
10 アドレス変換テ−ブル
11,12 命令実行部からアドレス変換制御部に送
られる信号線 13,14 アドレス変換制御部から命令実行部に送
られる信号線 17,18 アドレス変換制御部からメモリに送られ
る信号線 15,16 命令実行部とメモリ間の信号線20
各マイクロプロセッサのアドレス変換制御部相互間を接
続する信号線
られる信号線 13,14 アドレス変換制御部から命令実行部に送
られる信号線 17,18 アドレス変換制御部からメモリに送られ
る信号線 15,16 命令実行部とメモリ間の信号線20
各マイクロプロセッサのアドレス変換制御部相互間を接
続する信号線
Claims (2)
- 【請求項1】 共有のメモリ内に論理アドレスと実ア
ドレスの変換対を格納したアドレス変換テ−ブルを備え
、かつ上記変換対の一部を格納したアドレス変換バッフ
ァを具備した複数のマイクロプロセッサからなるマルチ
プロセッサシステムにおいて、任意のマイクロプロセッ
サが上記アドレス変換テ−ブルの論理ペ−ジに対応する
内容を書き換えた場合、該マイクロプロセッサはアドレ
ス変換バッファ無効化命令を実行して、自アドレス変換
バッファから該無効化命令で指定された論理アドレスに
対応する変換対を消去するとともに、該論理アドレスを
該マイクロプロセッサのチップ外部に出力し、他のマイ
クロプロセッサはそれぞれ該論理アドレスを入力して、
該論理アドレスに対応する変換対を自アドレス変換バッ
ファからそれぞれ消去することを特徴とするアドレス変
換制御方法。 - 【請求項2】 共有のメモリ内に論理アドレスと実ア
ドレスの変換対を格納したアドレス変換テ−ブルを備え
、かつ上記変換対の一部を格納したアドレス変換バッフ
ァを具備して、該アドレス変換バッファに格納されてい
る論理アドレスと実アドレスの変換対を無効化する命令
を実行する複数のマイクロプロセッサからなるマルチプ
ロセッサシステムにおいて、各マイクロプロセッサに、
上記アドレス変換バッファ無効化命令で指定された論理
アドレスをマイクロプロセッサのチップ外部に出力する
ためのドライバ、各マイクロプロセッサ相互間を接続す
る信号線、および該論理アドレスを該信号線から入力す
るレシ−バを設けることを特徴とするアドレス変換制御
装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3125822A JPH04352047A (ja) | 1991-05-29 | 1991-05-29 | アドレス変換制御方法および装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP3125822A JPH04352047A (ja) | 1991-05-29 | 1991-05-29 | アドレス変換制御方法および装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH04352047A true JPH04352047A (ja) | 1992-12-07 |
Family
ID=14919800
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP3125822A Pending JPH04352047A (ja) | 1991-05-29 | 1991-05-29 | アドレス変換制御方法および装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH04352047A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0816477A (ja) * | 1994-06-29 | 1996-01-19 | Kofu Nippon Denki Kk | マルチプロセッサシステム |
-
1991
- 1991-05-29 JP JP3125822A patent/JPH04352047A/ja active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH0816477A (ja) * | 1994-06-29 | 1996-01-19 | Kofu Nippon Denki Kk | マルチプロセッサシステム |
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