JPH0512116A - キヤツシユメモリ制御装置 - Google Patents
キヤツシユメモリ制御装置Info
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- JPH0512116A JPH0512116A JP3167903A JP16790391A JPH0512116A JP H0512116 A JPH0512116 A JP H0512116A JP 3167903 A JP3167903 A JP 3167903A JP 16790391 A JP16790391 A JP 16790391A JP H0512116 A JPH0512116 A JP H0512116A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- memory
- cache memory
- data
- stored
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0888—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches using selective caching, e.g. bypass
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- Engineering & Computer Science (AREA)
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 不必要なキャッシュメモリの無効を防止する
ことにより、キャッシュメモリのヒット率を向上するこ
とにより、処理速度の遅延を防止して性能を向上するこ
とにある。 【構成】 データを記憶するメモリ7,9,11に記憶
されているデータを論理アドレスの指定により記憶する
キャッシュメモリ3に記憶されているデータのメモリの
モードを記憶するテーブル15と、前記キャッシュメモ
リから読出すデータのメモリのモードを記憶するレジス
タ17と、前記メモリのデータの更新時に前記キャッシ
ュメモリにミスヒットが発生すると前記レジスタに記憶
されているメモリのモードと前記テーブルに記憶されて
いるメモリのモードとを比較して当該キャッシュメモリ
に記憶されているデータの無効を判別する判別制御手段
19とを備えたことを特徴としている。
ことにより、キャッシュメモリのヒット率を向上するこ
とにより、処理速度の遅延を防止して性能を向上するこ
とにある。 【構成】 データを記憶するメモリ7,9,11に記憶
されているデータを論理アドレスの指定により記憶する
キャッシュメモリ3に記憶されているデータのメモリの
モードを記憶するテーブル15と、前記キャッシュメモ
リから読出すデータのメモリのモードを記憶するレジス
タ17と、前記メモリのデータの更新時に前記キャッシ
ュメモリにミスヒットが発生すると前記レジスタに記憶
されているメモリのモードと前記テーブルに記憶されて
いるメモリのモードとを比較して当該キャッシュメモリ
に記憶されているデータの無効を判別する判別制御手段
19とを備えたことを特徴としている。
Description
【0001】
【産業上の利用分野】本発明は、論理アドレスによりペ
ージ割付けを指定されるキャッシュメモリのヒット又は
ミスヒットより当該キャッシュメモリに記憶されている
データの無効を実行するキャッシュメモリ制御装置にお
いて、特に、不必要なキャッシュメモリの無効化を防止
して、キャッシュのヒット率を向上するキャッシュメモ
リ制御装置に関する。
ージ割付けを指定されるキャッシュメモリのヒット又は
ミスヒットより当該キャッシュメモリに記憶されている
データの無効を実行するキャッシュメモリ制御装置にお
いて、特に、不必要なキャッシュメモリの無効化を防止
して、キャッシュのヒット率を向上するキャッシュメモ
リ制御装置に関する。
【0002】
【従来の技術】論理アドレスによりヒット又はミスヒッ
トを判別するキャッシュメモリ制御装置においては、論
理アドレスのブロックLA1が実際にデータの記憶され
ている主記憶部の物理アドレスのブロックPA1を指
す。上記キャッシュメモリ制御装置は、論理アドレスの
ブロックLA1をアクセスする場合、キャッシュメモリ
に当該ブロックLA1の指す物理アドレスのブロックP
A1がコピーされていなければミスヒットが発生して、
主記憶部の物理アドレスのブロックPA1をキャッシュ
メモリに転送する。
トを判別するキャッシュメモリ制御装置においては、論
理アドレスのブロックLA1が実際にデータの記憶され
ている主記憶部の物理アドレスのブロックPA1を指
す。上記キャッシュメモリ制御装置は、論理アドレスの
ブロックLA1をアクセスする場合、キャッシュメモリ
に当該ブロックLA1の指す物理アドレスのブロックP
A1がコピーされていなければミスヒットが発生して、
主記憶部の物理アドレスのブロックPA1をキャッシュ
メモリに転送する。
【0003】ここで、論理アドレスのブロックLA1お
よびLA2が主記憶部の物理アドレスのブロックPA1
を指す場合、キャッシュメモリ制御装置は、まず、キャ
ッシュメモリに主記憶部の物理アドレスPA1のデータ
が書込まれている。次に、論理アドレスのブロックLA
2によりキャッシュメモリをアクセスするとき主記憶部
の物理アドレスのブロックPA2のデータが書換えられ
てミスヒットが発生するとキャッシュメモリ制御装置
は、キャッシュメモリに主記憶部の物理アドレスPA2
のデータを転送するか、当該キャッシュメモリに書込ま
れているデータを無効にする。上記キャッシュメモリを
無効にするのは、次に、論理アドレスのブロックLA1
によりキャッシュメモリを参照する場合に古いデータを
参照する事態を防止するためであり、当該キャッシュメ
モリの無効により、キャッシュのヒット率を向上するの
が容易ではなかった。
よびLA2が主記憶部の物理アドレスのブロックPA1
を指す場合、キャッシュメモリ制御装置は、まず、キャ
ッシュメモリに主記憶部の物理アドレスPA1のデータ
が書込まれている。次に、論理アドレスのブロックLA
2によりキャッシュメモリをアクセスするとき主記憶部
の物理アドレスのブロックPA2のデータが書換えられ
てミスヒットが発生するとキャッシュメモリ制御装置
は、キャッシュメモリに主記憶部の物理アドレスPA2
のデータを転送するか、当該キャッシュメモリに書込ま
れているデータを無効にする。上記キャッシュメモリを
無効にするのは、次に、論理アドレスのブロックLA1
によりキャッシュメモリを参照する場合に古いデータを
参照する事態を防止するためであり、当該キャッシュメ
モリの無効により、キャッシュのヒット率を向上するの
が容易ではなかった。
【0004】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
キャッシュメモリ制御装置は、ミスヒットが発生する
と、本来、無効にする必要がない場合でも、キャッシュ
メモリのデータを無効にする。従って、キャッシュメモ
リのヒット率が低下して、物理メモリからキャッシュメ
モリにデータを転送するブロック転送を実行するため、
処理の遅延を招来する問題があった。
キャッシュメモリ制御装置は、ミスヒットが発生する
と、本来、無効にする必要がない場合でも、キャッシュ
メモリのデータを無効にする。従って、キャッシュメモ
リのヒット率が低下して、物理メモリからキャッシュメ
モリにデータを転送するブロック転送を実行するため、
処理の遅延を招来する問題があった。
【0005】本発明は、従来のこのような課題を解決す
るためになされたものであり、その目的は、不必要なキ
ャッシュメモリの無効を防止することにより、キャッシ
ュメモリのヒット率を向上することにより、処理速度の
遅延を防止して性能の良いキャッシュメモリ制御装置を
提供することにある。
るためになされたものであり、その目的は、不必要なキ
ャッシュメモリの無効を防止することにより、キャッシ
ュメモリのヒット率を向上することにより、処理速度の
遅延を防止して性能の良いキャッシュメモリ制御装置を
提供することにある。
【0006】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明は、データを記憶するメモリに記憶されてい
るデータを論理アドレスの指定により記憶するキャッシ
ュメモリに記憶されているデータのメモリのモードを記
憶するテーブルと、前記キャッシュメモリから読出すデ
ータのメモリのモードを記憶するレジスタと、前記メモ
リのデータの更新時に前記キャッシュメモリにミスヒッ
トが発生すると前記レジスタに記憶されているメモリの
モードと前記テーブルに記憶されているメモリのモード
とを比較して当該キャッシュメモリに記憶されているデ
ータの無効を判別する判別制御手段と、を備えたことを
要旨とする。
め、本発明は、データを記憶するメモリに記憶されてい
るデータを論理アドレスの指定により記憶するキャッシ
ュメモリに記憶されているデータのメモリのモードを記
憶するテーブルと、前記キャッシュメモリから読出すデ
ータのメモリのモードを記憶するレジスタと、前記メモ
リのデータの更新時に前記キャッシュメモリにミスヒッ
トが発生すると前記レジスタに記憶されているメモリの
モードと前記テーブルに記憶されているメモリのモード
とを比較して当該キャッシュメモリに記憶されているデ
ータの無効を判別する判別制御手段と、を備えたことを
要旨とする。
【0007】
【作用】上述の如く構成すれば、データを記憶するメモ
リのデータの更新時に当該メモリに記憶されているデー
タを論理アドレスの指定により記憶するキャッシュメモ
リにミスヒットが発生すると前記レジスタに記憶されて
いるメモリのモードと前記テーブルに記憶されているメ
モリのモードとを比較する。この比較の結果によりキャ
ッシュメモリに記憶されているデータの無効を判別する
ので、不必要なキャッシュメモリの無効を防止して、キ
ャッシュメモリのヒット効率を向上する。
リのデータの更新時に当該メモリに記憶されているデー
タを論理アドレスの指定により記憶するキャッシュメモ
リにミスヒットが発生すると前記レジスタに記憶されて
いるメモリのモードと前記テーブルに記憶されているメ
モリのモードとを比較する。この比較の結果によりキャ
ッシュメモリに記憶されているデータの無効を判別する
ので、不必要なキャッシュメモリの無効を防止して、キ
ャッシュメモリのヒット効率を向上する。
【0008】
【実施例】以下、本発明の一実施例を図面に基づいて説
明する。
明する。
【0009】図1は本発明のキャッシュメモリ制御装置
に係る一実施例の制御を示すブロック図である。
に係る一実施例の制御を示すブロック図である。
【0010】同図において、マイクロプロセッサ(MP
1)1は、後述する論理アドレス空間5の論理アドレス
のブロックLA1,LA2よりキャッシュメモリ3をア
クセスする等の制御を実行する。
1)1は、後述する論理アドレス空間5の論理アドレス
のブロックLA1,LA2よりキャッシュメモリ3をア
クセスする等の制御を実行する。
【0011】キャッシュメモリ3は、論理アドレスによ
りページ割付けを指定され、後述する主記憶部7等に記
憶されているデータの一部を記憶してマイクロプロセッ
サ1による高速なアクセスを可能にするものである。
りページ割付けを指定され、後述する主記憶部7等に記
憶されているデータの一部を記憶してマイクロプロセッ
サ1による高速なアクセスを可能にするものである。
【0012】論理アドレス空間5は、ユーザーにより指
定される論理アドレスをブロック単位、例えば、1ブロ
ック目をLA1,2ブロック目をLA2にキャッシュメ
モリ3に対応付けられている。
定される論理アドレスをブロック単位、例えば、1ブロ
ック目をLA1,2ブロック目をLA2にキャッシュメ
モリ3に対応付けられている。
【0013】主記憶部7は、物理アドレスにデータを記
憶しており、キャッシュメモリ3に対応してブロックP
A1およびPA2の単位に区切られている。上記主記憶
部7の物理アドレスのブロックPA1に対して論理アド
レス空間5の論理アドレスのブロックLA1が、物理ア
ドレスのブロックPA2に対して論理アドレス空間5の
論理アドレスのブロックLA2がそれぞれ対応してい
る。
憶しており、キャッシュメモリ3に対応してブロックP
A1およびPA2の単位に区切られている。上記主記憶
部7の物理アドレスのブロックPA1に対して論理アド
レス空間5の論理アドレスのブロックLA1が、物理ア
ドレスのブロックPA2に対して論理アドレス空間5の
論理アドレスのブロックLA2がそれぞれ対応してい
る。
【0014】ビデオRAM9は、CRT(図示せず)に
表示するための画像データを所定アドレスに記憶するも
のである。I/Oメモリ11は、各種のI/O用のデー
タを所定アドレスに記憶するものである。
表示するための画像データを所定アドレスに記憶するも
のである。I/Oメモリ11は、各種のI/O用のデー
タを所定アドレスに記憶するものである。
【0015】メモリコントローラ13は、主記憶部7、
ビデオRAM9およびI/Oメモリ11に対するデータ
の読出し、書込み等の制御を実行する。
ビデオRAM9およびI/Oメモリ11に対するデータ
の読出し、書込み等の制御を実行する。
【0016】仮想記憶管理ユニット(以下、MMUとい
う。)15は、論理アドレス空間5の各ページ毎の制御
情報を保持するものである。
う。)15は、論理アドレス空間5の各ページ毎の制御
情報を保持するものである。
【0017】ここで、制御情報を図2(a)および
(b)を用いて説明する。上記MMU15は、図2
(a)に示すタグメモリのテーブル21を備えて、当該
テーブル21の2ライン目に物理アドレスのブロックP
A1および主記憶部7、ビデオRAM9およびI/Oメ
モリ11を示すmode(モード)が記憶されている。
また、3ライン目には物理アドレスのブロックPA2お
よびmodeが記憶されている。MMU15は、マイク
ロプロセッサ1により論理アドレス空間5の論理アドレ
スのブロックLA1がアクセスされるとテーブル21の
2ライン目を読出す。また、マイクロプロセッサ1によ
り論理アドレス空間5のブロックLA2がアクセスされ
るとMMU15は、テーブル21の3ライン目を読出
す。
(b)を用いて説明する。上記MMU15は、図2
(a)に示すタグメモリのテーブル21を備えて、当該
テーブル21の2ライン目に物理アドレスのブロックP
A1および主記憶部7、ビデオRAM9およびI/Oメ
モリ11を示すmode(モード)が記憶されている。
また、3ライン目には物理アドレスのブロックPA2お
よびmodeが記憶されている。MMU15は、マイク
ロプロセッサ1により論理アドレス空間5の論理アドレ
スのブロックLA1がアクセスされるとテーブル21の
2ライン目を読出す。また、マイクロプロセッサ1によ
り論理アドレス空間5のブロックLA2がアクセスされ
るとMMU15は、テーブル21の3ライン目を読出
す。
【0018】上記テーブル21のmodeの値を示すテ
ーブル23を図2(b)に示す。
ーブル23を図2(b)に示す。
【0019】テーブル23は、テーブル21のmode
の値が「1」のとき主記憶部7を示し、modeの値が
「2」のときビデオRAM9を示し、modeの値が
「3」のときI/Oメモリ11を示す。
の値が「1」のとき主記憶部7を示し、modeの値が
「2」のときビデオRAM9を示し、modeの値が
「3」のときI/Oメモリ11を示す。
【0020】上記MMU15は、マイクロプロセッサ1
の指示により論理アドレス空間5の論理アドレスのブロ
ックLA1を指すときテーブル21の2ライン目の物理
アドレスのブロックPA1およびmodeを検索して、
当該modeの示す値をテーブル23から検索すること
により、キャッシュメモリ3に記憶されているメモリの
種類を判定する。
の指示により論理アドレス空間5の論理アドレスのブロ
ックLA1を指すときテーブル21の2ライン目の物理
アドレスのブロックPA1およびmodeを検索して、
当該modeの示す値をテーブル23から検索すること
により、キャッシュメモリ3に記憶されているメモリの
種類を判定する。
【0021】レジスタ17は、マイクロプロセッサ1に
より、新たにアクセスするメモリの種類を示すmode
が記憶される。
より、新たにアクセスするメモリの種類を示すmode
が記憶される。
【0022】キャッシュメモリ制御ユニット(以下、C
Cという。)19は、MMU15のテーブル21および
テーブル23より、現在、キャッシュメモリ3に記憶さ
れているデータのメモリの種類を示すmode1および
レジスタ17に記憶されているマイクロプロセッサ1に
よりアクセスするメモリの種類を示すmode2を照合
する。照合により、mode1とmode2との値が一
致するとCC19は、キャッシュメモリ3をアクセスす
る。一方、照合により、mode1とmode2との値
が不一致の場合にCCU19は、キャッシュメモリにミ
スヒットが発生するとキャッシュメモリ3を無効にする
か否か判断する。判断の条件は、例えば、主記憶部7の
物理アドレスのブロックPA2がビデオRA9からI/
Oメモリ11に書換えられても、論理アドレス空間5の
論理アドレスLA1およびLA2が主記憶部7の物理ア
ドレスのブロックPA1を指す場合、物理アドレスのブ
ロックPA1が書換えられていないため、無効化する必
要がない。
Cという。)19は、MMU15のテーブル21および
テーブル23より、現在、キャッシュメモリ3に記憶さ
れているデータのメモリの種類を示すmode1および
レジスタ17に記憶されているマイクロプロセッサ1に
よりアクセスするメモリの種類を示すmode2を照合
する。照合により、mode1とmode2との値が一
致するとCC19は、キャッシュメモリ3をアクセスす
る。一方、照合により、mode1とmode2との値
が不一致の場合にCCU19は、キャッシュメモリにミ
スヒットが発生するとキャッシュメモリ3を無効にする
か否か判断する。判断の条件は、例えば、主記憶部7の
物理アドレスのブロックPA2がビデオRA9からI/
Oメモリ11に書換えられても、論理アドレス空間5の
論理アドレスLA1およびLA2が主記憶部7の物理ア
ドレスのブロックPA1を指す場合、物理アドレスのブ
ロックPA1が書換えられていないため、無効化する必
要がない。
【0023】次に本実施例の作用を説明する。
【0024】まず、装置に電源投入後、マイクロプロセ
ッサ1は、論理アドレス空間5の論理アドレスブロック
LA1をアクセスするとともに、MMU15に通知す
る。なお、論理アドレスのブロックLA1が主記憶部7
の物理アドレスのブロックPA1を指している。MMU
15に通知後、CC19は、当該MMU15に備えられ
ているテーブル21およびテーブル23よりmode1
を検索し、レジスタ17に記憶されているmode2を
検索する。CC19は、検索したmode1とmode
2とが、例えば、「1」の主記憶部7で、且つ、キャッ
シュメモリ3に主記憶部7のデータが記憶されているヒ
ットの状態のときマイクロプロセッサ1によりデータが
読出される。
ッサ1は、論理アドレス空間5の論理アドレスブロック
LA1をアクセスするとともに、MMU15に通知す
る。なお、論理アドレスのブロックLA1が主記憶部7
の物理アドレスのブロックPA1を指している。MMU
15に通知後、CC19は、当該MMU15に備えられ
ているテーブル21およびテーブル23よりmode1
を検索し、レジスタ17に記憶されているmode2を
検索する。CC19は、検索したmode1とmode
2とが、例えば、「1」の主記憶部7で、且つ、キャッ
シュメモリ3に主記憶部7のデータが記憶されているヒ
ットの状態のときマイクロプロセッサ1によりデータが
読出される。
【0025】次に、主記憶部7の物理アドレスのブロッ
クPA2がビデオRAM9からI/Oメモリ11に書換
えられてマイクロプロセッサ1は、論理アドレス空間5
の論理アドレスのブロックLA2をアクセスする。論理
アドレスのブロックLA2が主記憶部7の物理アドレス
のブロックPA1を指しているため、CC19はキャッ
シュメモリ13を無効化せずにマイクロプロセッサ1に
より論理アドレスのブロックLA2がアクセスされる。
クPA2がビデオRAM9からI/Oメモリ11に書換
えられてマイクロプロセッサ1は、論理アドレス空間5
の論理アドレスのブロックLA2をアクセスする。論理
アドレスのブロックLA2が主記憶部7の物理アドレス
のブロックPA1を指しているため、CC19はキャッ
シュメモリ13を無効化せずにマイクロプロセッサ1に
より論理アドレスのブロックLA2がアクセスされる。
【0026】一方、MMU15に備えられているmod
e1の値とレジスタ17の値とが異なる場合、CCU1
9は、キャッシュメモリ3を無効にする。
e1の値とレジスタ17の値とが異なる場合、CCU1
9は、キャッシュメモリ3を無効にする。
【0027】これにより、主記憶部7のデータが書換え
られてミスヒットが発生した場合に、キャッシュメモリ
3を無効にするか否か判断するので、不必要なキャッシ
ュメモリ3の無効を防止して、装置のキャッシュのヒッ
ト率を向上できる。
られてミスヒットが発生した場合に、キャッシュメモリ
3を無効にするか否か判断するので、不必要なキャッシ
ュメモリ3の無効を防止して、装置のキャッシュのヒッ
ト率を向上できる。
【0028】
【発明の効果】以上説明したように、本発明では、キャ
ッシュメモリに記憶されているメモリのモードおよび当
該キャッシュメモリから読出すメモリのモードを比較し
て、キャッシュメモリの無効か否かを判別するするの
で、不必要なキャッシュメモリの無効を防止することに
より、キャッシュのヒット率を向上することにより、処
理速度の遅延を防止して性能を向上できる。
ッシュメモリに記憶されているメモリのモードおよび当
該キャッシュメモリから読出すメモリのモードを比較し
て、キャッシュメモリの無効か否かを判別するするの
で、不必要なキャッシュメモリの無効を防止することに
より、キャッシュのヒット率を向上することにより、処
理速度の遅延を防止して性能を向上できる。
【図1】本発明のキャッシュメモリ制御装置に係る一実
施例の制御を示すブロック図である。
施例の制御を示すブロック図である。
【図2】仮想記憶管理ユニット内のテーブルを示す図で
ある。
ある。
1 マイクロプロセッサ 3 キャッシュメモリ 5 論理アドレス空間 7 主記憶部 9 ビデオRAM 11 I/Oメモリ 15 仮想記憶管理ユニット 17 レジスタ 19 キャッシュメモリ制御ユニット 21,23 テーブル
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 【請求項1】 データを記憶するメモリと、 このメモリに記憶されているデータを論理アドレスの指
定により記憶するキャッシュメモリと、 このキャッシュメモリにミスヒットが発生すると当該キ
ャッシュメモリに記憶されているデータを無効にする手
段と、 を具備するキャッシュメモリ制御装置において、 前記キャッシュメモリに記憶されているデータのメモリ
のモードを記憶するテーブルと、 前記キャッシュメモリから読出すデータのメモリのモー
ドを記憶するレジスタと、 前記メモリのデータの更新時に前記キャッシュメモリに
ミスヒットが発生すると前記レジスタに記憶されている
メモリのモードと前記テーブルに記憶されているメモリ
のモードとを比較して当該キャッシュメモリに記憶され
ているデータの無効を判別する判別制御手段と、を備え
たことを特徴とするキャッシュメモリ制御装置。
Priority Applications (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP16790391A JP3259969B2 (ja) | 1991-07-09 | 1991-07-09 | キャッシュメモリ制御装置 |
US08/440,118 US5754820A (en) | 1991-07-09 | 1995-05-12 | Microprocessor system with cache memory for eliminating unnecessary invalidation of cache data |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP16790391A JP3259969B2 (ja) | 1991-07-09 | 1991-07-09 | キャッシュメモリ制御装置 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0512116A true JPH0512116A (ja) | 1993-01-22 |
JP3259969B2 JP3259969B2 (ja) | 2002-02-25 |
Family
ID=15858192
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP16790391A Expired - Fee Related JP3259969B2 (ja) | 1991-07-09 | 1991-07-09 | キャッシュメモリ制御装置 |
Country Status (2)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US5754820A (ja) |
JP (1) | JP3259969B2 (ja) |
Families Citing this family (53)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6173368B1 (en) * | 1995-12-18 | 2001-01-09 | Texas Instruments Incorporated | Class categorized storage circuit for storing non-cacheable data until receipt of a corresponding terminate signal |
US7266725B2 (en) | 2001-09-03 | 2007-09-04 | Pact Xpp Technologies Ag | Method for debugging reconfigurable architectures |
DE19651075A1 (de) | 1996-12-09 | 1998-06-10 | Pact Inf Tech Gmbh | Einheit zur Verarbeitung von numerischen und logischen Operationen, zum Einsatz in Prozessoren (CPU's), Mehrrechnersystemen, Datenflußprozessoren (DFP's), digitalen Signal Prozessoren (DSP's) oder dergleichen |
DE19654595A1 (de) * | 1996-12-20 | 1998-07-02 | Pact Inf Tech Gmbh | I0- und Speicherbussystem für DFPs sowie Bausteinen mit zwei- oder mehrdimensionaler programmierbaren Zellstrukturen |
EP1329816B1 (de) | 1996-12-27 | 2011-06-22 | Richter, Thomas | Verfahren zum selbständigen dynamischen Umladen von Datenflussprozessoren (DFPs) sowie Bausteinen mit zwei- oder mehrdimensionalen programmierbaren Zellstrukturen (FPGAs, DPGAs, o.dgl.) |
US6542998B1 (en) | 1997-02-08 | 2003-04-01 | Pact Gmbh | Method of self-synchronization of configurable elements of a programmable module |
US8686549B2 (en) | 2001-09-03 | 2014-04-01 | Martin Vorbach | Reconfigurable elements |
US6209062B1 (en) * | 1997-11-24 | 2001-03-27 | Intel Corporation | Method for holding cache pages that are not invalidated within normal time duration for a second access or that are likely to be accessed again soon |
DE19861088A1 (de) | 1997-12-22 | 2000-02-10 | Pact Inf Tech Gmbh | Verfahren zur Reparatur von integrierten Schaltkreisen |
US7257158B1 (en) | 1998-05-18 | 2007-08-14 | Kendyl A. Román | System for transmitting video images over a computer network to a remote receiver |
US20080250458A1 (en) * | 1998-12-21 | 2008-10-09 | Roman Kendyl A | Media exchange for handheld wireless receivers and other media user devices |
US7671864B2 (en) * | 2000-01-14 | 2010-03-02 | Roman Kendyl A | Faster image processing |
US8416847B2 (en) * | 1998-12-21 | 2013-04-09 | Zin Stai Pte. In, Llc | Separate plane compression using plurality of compression methods including ZLN and ZLD methods |
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