JPH0658661B2 - 信号調停器 - Google Patents
信号調停器Info
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- JPH0658661B2 JPH0658661B2 JP9074989A JP9074989A JPH0658661B2 JP H0658661 B2 JPH0658661 B2 JP H0658661B2 JP 9074989 A JP9074989 A JP 9074989A JP 9074989 A JP9074989 A JP 9074989A JP H0658661 B2 JPH0658661 B2 JP H0658661B2
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- Japan
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- signal
- cpu
- output
- access
- processor
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 互いに独立した複数のプロセッサ(以下、CPUとい
う)が共通のランダムアクセスリードライトメモリ(以
下、RAMという)を使用する際の各CPUによるRA
Mのアクセスおよびチェックの調停を行う調停回路に関
するものである。
う)が共通のランダムアクセスリードライトメモリ(以
下、RAMという)を使用する際の各CPUによるRA
Mのアクセスおよびチェックの調停を行う調停回路に関
するものである。
第3図は、例えば特開昭56−153424号公報に示
された従来の信号調停器を示す回路図であり、1は6個
のナンド素子を備えたこの信号調停器の主要部をなす制
御回路である。2は互いに独立したCPU1とCPU2
の競合を判定して結果を制御回路1へ送る競合判定回路
であって、例えば2個のナンド素子の相互帰還結合(ナ
ンドラッチ)を用いて容易に実現することが出来る。6
1,62は制御回路1から出力される信号の活性化レベ
ルを他人出力と同じ“1”とするためのインバータ(ノ
ット素子)である。
された従来の信号調停器を示す回路図であり、1は6個
のナンド素子を備えたこの信号調停器の主要部をなす制
御回路である。2は互いに独立したCPU1とCPU2
の競合を判定して結果を制御回路1へ送る競合判定回路
であって、例えば2個のナンド素子の相互帰還結合(ナ
ンドラッチ)を用いて容易に実現することが出来る。6
1,62は制御回路1から出力される信号の活性化レベ
ルを他人出力と同じ“1”とするためのインバータ(ノ
ット素子)である。
また、制御回路1において、ナンド素子31の出力線3
01は、ナンド素子42,43,51の入力線に接続さ
れている。ナンド素子32の出力線302は、ナンド素
子41,42,51の入力線に接続されている。ナンド
素子41の出力線401は、ナンド素子42,43,3
2およびインバータ61の入力線に接続されている。ナ
ンド素子42の出力線402は、ナンド素子41,43
の入力線に接続されている。ナンド素子43の出力線4
03は、ナンド素子41,42,31およびインバータ
62の入力線に接続されている。ナンド素子51の出力
線501は、要求出力RをRAMへ送出するための外部
出力線である。インバータ61の出力線601は、承認
出力a1をCPU1へ送出するための外部出力線であ
る。インバータ62の出力線602は、承認出力a2を
CPU2へ送出するための外部出力線である。競合判定
回路2への一つの入力線101は、CPU1から送出さ
れる競合入力r1を受けるための外部入力線である。競
合判定回路2へのもう一つの入力線102は、CPU2
から送出される競合入力r2を受けるための外部入力線
である。競合判定回路2の一つの出力線201は、競合
入力r1に対応する判定信号を出力するためのものでナ
ンド素子31の入力線に接続されている。競合判定回路
2のもう一つの出力線202は、競合入力r2に対応す
る判定信号を出力するためのもので、ナンド素子32の
入力線に接続されている。ナンド素子41及び43への
一つの入力線103は、RAMから送出される応答入力
Aを受けるための外部入力線である。
01は、ナンド素子42,43,51の入力線に接続さ
れている。ナンド素子32の出力線302は、ナンド素
子41,42,51の入力線に接続されている。ナンド
素子41の出力線401は、ナンド素子42,43,3
2およびインバータ61の入力線に接続されている。ナ
ンド素子42の出力線402は、ナンド素子41,43
の入力線に接続されている。ナンド素子43の出力線4
03は、ナンド素子41,42,31およびインバータ
62の入力線に接続されている。ナンド素子51の出力
線501は、要求出力RをRAMへ送出するための外部
出力線である。インバータ61の出力線601は、承認
出力a1をCPU1へ送出するための外部出力線であ
る。インバータ62の出力線602は、承認出力a2を
CPU2へ送出するための外部出力線である。競合判定
回路2への一つの入力線101は、CPU1から送出さ
れる競合入力r1を受けるための外部入力線である。競
合判定回路2へのもう一つの入力線102は、CPU2
から送出される競合入力r2を受けるための外部入力線
である。競合判定回路2の一つの出力線201は、競合
入力r1に対応する判定信号を出力するためのものでナ
ンド素子31の入力線に接続されている。競合判定回路
2のもう一つの出力線202は、競合入力r2に対応す
る判定信号を出力するためのもので、ナンド素子32の
入力線に接続されている。ナンド素子41及び43への
一つの入力線103は、RAMから送出される応答入力
Aを受けるための外部入力線である。
次に動作について説明する。ここで、説明の便宜上、各
入出力線の信号値をいくつかの組に分け、その組で定め
られる2値ベクトルを次のような記号で表わすことにす
る。
入出力線の信号値をいくつかの組に分け、その組で定め
られる2値ベクトルを次のような記号で表わすことにす
る。
G2=(201.202),G3=(301.302) G4=(401.402.403) 例えば、ナンド素子31の出力値が“0”でありかつナ
ンド素子32の出力値が“1”であることを、G3=
(0.1)と表わす。また、入力r1,r2,Aおよび出
力a1,a2,Rの活性化状態は“1”であり、非活性
化状態は“0”であるとする。
ンド素子32の出力値が“1”であることを、G3=
(0.1)と表わす。また、入力r1,r2,Aおよび出
力a1,a2,Rの活性化状態は“1”であり、非活性
化状態は“0”であるとする。
さて、どのプロセッサからもRAMを使用する要求がな
い状態、すなわちこの信号調停器の初期状態では、 (r1.r2)=(0.0),A=0, (a1.a2)=(0.0),R=0, G2=(0.0),G3=(1.1), G4=(1.0.1) である。
い状態、すなわちこの信号調停器の初期状態では、 (r1.r2)=(0.0),A=0, (a1.a2)=(0.0),R=0, G2=(0.0),G3=(1.1), G4=(1.0.1) である。
G4=(1.0.1)は、三状態記憶回路が第1の状態であ
ることを表わしている。この状態でほとんど同時にCP
U1およびCPU2から要求が発生し、(r1.r2)
=(1.1)になったとする。この場合、競合判定回路2
は、r1およびr2の0→1変化の内どちらがより早く
生じたかを検出し、早い方に対応して判定する判定信号
を“1”とする。両方の判定信号を“1”とすること
は、決してない。このような機能を有する競合判定回路
2は、2個のナンド素子の相互帰還結合(ナンドラッ
チ)を用いて容易に実現することが出来る。そこで、
今、r1の方がr2より早く0→1変化を生じたものと
しよう。この時、G2=(1.0)となる。その結果、G
3=(0.1)となり、それによってG4=(1.1.1)にな
ると共にR=1になる。すなわち、要求出力Rが活性化
する。これによってCPU1,CPU2の一方または両
方からRAMの使用要求が発生したことがRAMへ伝え
られる。
ることを表わしている。この状態でほとんど同時にCP
U1およびCPU2から要求が発生し、(r1.r2)
=(1.1)になったとする。この場合、競合判定回路2
は、r1およびr2の0→1変化の内どちらがより早く
生じたかを検出し、早い方に対応して判定する判定信号
を“1”とする。両方の判定信号を“1”とすること
は、決してない。このような機能を有する競合判定回路
2は、2個のナンド素子の相互帰還結合(ナンドラッ
チ)を用いて容易に実現することが出来る。そこで、
今、r1の方がr2より早く0→1変化を生じたものと
しよう。この時、G2=(1.0)となる。その結果、G
3=(0.1)となり、それによってG4=(1.1.1)にな
ると共にR=1になる。すなわち、要求出力Rが活性化
する。これによってCPU1,CPU2の一方または両
方からRAMの使用要求が発生したことがRAMへ伝え
られる。
その後、RAMは要求出力Rの活性化を認知したことを
知らせるために、応答入力Aを活性化させる。すなわ
ち、A=1となる。その結果、すでにG3=(0.1)で
あったので、G4=(0.1.1)となり、従って(a1.
a2)=(1.0)となる。すなわち、承認出力a1が活
性化される。これによって、CPU1に対して、その要
求が承認されたことが伝えられる。G4=(0.1.1)
は、三状態記憶回路が第2の状態にあることを表わして
おり、この第2の状態は、CPU1に対して承認出力a
1を送出するための状態である。
知らせるために、応答入力Aを活性化させる。すなわ
ち、A=1となる。その結果、すでにG3=(0.1)で
あったので、G4=(0.1.1)となり、従って(a1.
a2)=(1.0)となる。すなわち、承認出力a1が活
性化される。これによって、CPU1に対して、その要
求が承認されたことが伝えられる。G4=(0.1.1)
は、三状態記憶回路が第2の状態にあることを表わして
おり、この第2の状態は、CPU1に対して承認出力a
1を送出するための状態である。
その後、CPU1の仕事が終わりRAMを使用する必要
がなくなると、CPU1は競合入力r1を非活性化させ
る。この時、CPU2は以前から競合入力r2を活性化
したまま待ち状態にあったので、(r1.r2)=(0.
1)となる。その結果、G2=(0.1)となる。この時点
ではまだG4=(0.1.1)であるから、G3=(1.1)と
なり、その結果R=0となる。すなわちRAMに対し
て、CPU1が要求を引っ込めたことが伝えられる。
がなくなると、CPU1は競合入力r1を非活性化させ
る。この時、CPU2は以前から競合入力r2を活性化
したまま待ち状態にあったので、(r1.r2)=(0.
1)となる。その結果、G2=(0.1)となる。この時点
ではまだG4=(0.1.1)であるから、G3=(1.1)と
なり、その結果R=0となる。すなわちRAMに対し
て、CPU1が要求を引っ込めたことが伝えられる。
その後、RAMは要求出力Rが非活性化されたことを承
認したということを伝えるため応答入力Aを非活性化す
る。すなわち、A=0にすると、G4=(1.0.1)とな
り、それによって(a1.a2)=(0.0)となる。つ
まり、三状態記憶回路は再び第1の状態へ戻ったわけで
あるが、G4=(1.0.1)になるやいなや、すでにG2
=(0.1)であったので、G3=(1.0)となる。その結
果、G4=(1.1.1)になると共にR=1となる。すな
わち、今度は要求出力Rが活性化されることによってC
PU2が使用要求を出していることがRAMに伝えられ
る。
認したということを伝えるため応答入力Aを非活性化す
る。すなわち、A=0にすると、G4=(1.0.1)とな
り、それによって(a1.a2)=(0.0)となる。つ
まり、三状態記憶回路は再び第1の状態へ戻ったわけで
あるが、G4=(1.0.1)になるやいなや、すでにG2
=(0.1)であったので、G3=(1.0)となる。その結
果、G4=(1.1.1)になると共にR=1となる。すな
わち、今度は要求出力Rが活性化されることによってC
PU2が使用要求を出していることがRAMに伝えられ
る。
その後の動作シーケンスは、CPU1が使用要求を承認
されたのと全く同じである。すなわち、A=1になる
と、G4=(1.1.0)となり、三状態記憶回路は第3の
状態に遷移し、承認出力a2を活性化される。この第3
の状態はCPU2に対して、承認出力a2を送出するた
めの状態である。
されたのと全く同じである。すなわち、A=1になる
と、G4=(1.1.0)となり、三状態記憶回路は第3の
状態に遷移し、承認出力a2を活性化される。この第3
の状態はCPU2に対して、承認出力a2を送出するた
めの状態である。
第4図はこのような信号調停器の入出力信号の変化の時
間的な関係を示すタイミングチャートである。第4図に
は、競合入力r1,r2がほとんど同時に、しかしなが
らわずかにr1の方が早く0→1変化を生じた場合の各
入出力信号の変化の様子を示している。
間的な関係を示すタイミングチャートである。第4図に
は、競合入力r1,r2がほとんど同時に、しかしなが
らわずかにr1の方が早く0→1変化を生じた場合の各
入出力信号の変化の様子を示している。
従来の信号調停器は以上のように構成されているので、
複数のCPUに使用するとRAMの使用アドレスを明確
に分けている場合は問題がないが、同一アドレスにてR
AMチェックを行う場合、例えばCPUからRAMのあ
る番地(アドレス)に、あるデータを書き込み、それを
読み出して、書き込んだデータと読み出したデータが同
一のデータであれば、その番地のRAMが正しいとする
ようなRAMチェック方式の場合、あるデータをライト
し、その後リードするまでに、別のCPUがその同一ア
ドレスにライトをした時、そのアドレスのデータが別の
CPUにより書き換るため不一致となり、RAMチェッ
クの結果が不良となり、正しいRAM監視が出来ないと
いう問題点があった。
複数のCPUに使用するとRAMの使用アドレスを明確
に分けている場合は問題がないが、同一アドレスにてR
AMチェックを行う場合、例えばCPUからRAMのあ
る番地(アドレス)に、あるデータを書き込み、それを
読み出して、書き込んだデータと読み出したデータが同
一のデータであれば、その番地のRAMが正しいとする
ようなRAMチェック方式の場合、あるデータをライト
し、その後リードするまでに、別のCPUがその同一ア
ドレスにライトをした時、そのアドレスのデータが別の
CPUにより書き換るため不一致となり、RAMチェッ
クの結果が不良となり、正しいRAM監視が出来ないと
いう問題点があった。
この発明は、上記のような問題点を解消するためになさ
れたもので、RAMの監視ができるとともに、通常の調
停もできる信号調停器を得ることを目的とする。
れたもので、RAMの監視ができるとともに、通常の調
停もできる信号調停器を得ることを目的とする。
この発明に係る信号調停器は、複数のCPUより同時に
チップセレクト信号が入力された時、その中の1つにR
AMのアクセスを許可するアクセス信号を送出する機能
と、他のCPUにウェイト信号を送出する機能を有する
調停回路と、RAMの正常性を確認するためのチェック
信号が入力された時、前記調停回路のウェイト信号の送
出機能のみが働くように作用するチェック回路を備えた
ものである。
チップセレクト信号が入力された時、その中の1つにR
AMのアクセスを許可するアクセス信号を送出する機能
と、他のCPUにウェイト信号を送出する機能を有する
調停回路と、RAMの正常性を確認するためのチェック
信号が入力された時、前記調停回路のウェイト信号の送
出機能のみが働くように作用するチェック回路を備えた
ものである。
この発明におけるチェック回路は、チェック信号が入力
されると、調停回路が備えているアクセス信号送出機能
とウェイト信号送出機能の内、ウェイト信号送出機能の
みが働くようにすることにより、優先権を発生させてR
AMの正常性の確認を可能にする。
されると、調停回路が備えているアクセス信号送出機能
とウェイト信号送出機能の内、ウェイト信号送出機能の
みが働くようにすることにより、優先権を発生させてR
AMの正常性の確認を可能にする。
以下、この発明の2つのCPUについての一実施例を図
について説明する。第1図において、101,201は
共通のRAMへのアクセスを要求するチップセレクト信
号r1,r2の入力線である。チップセレクト信号r1
の入力線101はアンド素子29,ノア素子17の入力
線に接続されている。アンド素子29の出力線101′
はノット素子11,オア素子19の入力線に接続されて
いる。ノット素子11の出力線102はナンド素子12
の入力線に接続されている。ナンド素子16の出力線3
01はナンド素子12の入力線およびフリップフロップ
15の入力線3Dに接続されている。ナンド素子12の
出力線103は、フリップフロップ13のデータID線
に接続されている。フリップフロップ13の出力1Q
は、ナンド素子16の入力線,ノア素子17,オア素子
20の入力線に接続されている。チップセレクト信号r
2の入力線201は、アンド素子30,ノア素子18の
入力線に接続されている。アンド素子30の出力線20
1′は、フリップフロップ14のデータ線2Dとオア素
子20の入力線に接続されている。フリップフロップ1
4の出力線2は、ナンド素子16の入力線211に接
続されている。フリップフロップ15の出力線3Qは、
ノア素子18,オア素子19の入力線に接続されてい
る。ノア素子17の出力線121は、ノット素子21,
ナンド素子27の入力線に接続されている。ノア素子1
8の出力線501は、ノット素子25,ナンド素子23
の入力線に接続されている。オア素子20の出力線70
1は、フリップフロップ22のリセット端子1▲▼
に接続されている。オア素子19の出力線702は、フ
リップフロップ26のリセット端子2▲▼に接続さ
れている。ノット素子21の出力線は、CPU1側のア
クセス信号a1となり“0”で共通のRAMのアクセス
可能を表わしている。フリップフロップ22の出力線1
Qは“1”でCPU2側へのウェイト信号w2となり、
同時にその信号はナンド素子23の入力線に接続されて
いる。ナンド素子23の出力線は、フリップフロップで
構成されたカウンタ24の入力線IDに接続されてい
る。カウンタ24の出力線601は、フリップフロップ
22のセット端子1▲▼に接続されている。ノット
素子25の出力線は、CPU2側のアクセス信号a2と
なり、“0”で共通のRAMのアクセス可能を表わして
いる。フリップフロップ26の出力線2Qは“1”でC
PU1側へのウェイト信号w1となり、同時にその信号
は、ナンド素子27の入力線に接続されている。ナンド
素子27の出力線は、フリップフロップで構成されたカ
ウンタ28の入力線IDに接続されている。カウンタ2
8の出力線602は、フリップフロップ26のセット端
子2▲▼に接続されている。クロック出力線CLK
は、フリップフロップ13,14,15,24,28の
トリガ端子に接続されている。以上によって調停回路7
が構成されている。
について説明する。第1図において、101,201は
共通のRAMへのアクセスを要求するチップセレクト信
号r1,r2の入力線である。チップセレクト信号r1
の入力線101はアンド素子29,ノア素子17の入力
線に接続されている。アンド素子29の出力線101′
はノット素子11,オア素子19の入力線に接続されて
いる。ノット素子11の出力線102はナンド素子12
の入力線に接続されている。ナンド素子16の出力線3
01はナンド素子12の入力線およびフリップフロップ
15の入力線3Dに接続されている。ナンド素子12の
出力線103は、フリップフロップ13のデータID線
に接続されている。フリップフロップ13の出力1Q
は、ナンド素子16の入力線,ノア素子17,オア素子
20の入力線に接続されている。チップセレクト信号r
2の入力線201は、アンド素子30,ノア素子18の
入力線に接続されている。アンド素子30の出力線20
1′は、フリップフロップ14のデータ線2Dとオア素
子20の入力線に接続されている。フリップフロップ1
4の出力線2は、ナンド素子16の入力線211に接
続されている。フリップフロップ15の出力線3Qは、
ノア素子18,オア素子19の入力線に接続されてい
る。ノア素子17の出力線121は、ノット素子21,
ナンド素子27の入力線に接続されている。ノア素子1
8の出力線501は、ノット素子25,ナンド素子23
の入力線に接続されている。オア素子20の出力線70
1は、フリップフロップ22のリセット端子1▲▼
に接続されている。オア素子19の出力線702は、フ
リップフロップ26のリセット端子2▲▼に接続さ
れている。ノット素子21の出力線は、CPU1側のア
クセス信号a1となり“0”で共通のRAMのアクセス
可能を表わしている。フリップフロップ22の出力線1
Qは“1”でCPU2側へのウェイト信号w2となり、
同時にその信号はナンド素子23の入力線に接続されて
いる。ナンド素子23の出力線は、フリップフロップで
構成されたカウンタ24の入力線IDに接続されてい
る。カウンタ24の出力線601は、フリップフロップ
22のセット端子1▲▼に接続されている。ノット
素子25の出力線は、CPU2側のアクセス信号a2と
なり、“0”で共通のRAMのアクセス可能を表わして
いる。フリップフロップ26の出力線2Qは“1”でC
PU1側へのウェイト信号w1となり、同時にその信号
は、ナンド素子27の入力線に接続されている。ナンド
素子27の出力線は、フリップフロップで構成されたカ
ウンタ28の入力線IDに接続されている。カウンタ2
8の出力線602は、フリップフロップ26のセット端
子2▲▼に接続されている。クロック出力線CLK
は、フリップフロップ13,14,15,24,28の
トリガ端子に接続されている。以上によって調停回路7
が構成されている。
801,802は共通のRAMの正常性を確認する際の
チェック信号の入力線である。チェック信号r3の入力
線801は、フリップフロップ31のセット端子に接
続されている。フリップフロップ31の出力端子は、
アンド素子33の入力線と調停回路7のアンド素子29
の入力線に接続されている。チェック信号r4の入力線
802は、フリップフロップ32のセット端子に接続
されている。フリップフロップ32の出力端子は、ア
ンド素子33の入力線と調停回路7のアンド素子30の
入力線に接続されている。アンド素子33の出力線80
5は、カウンタ34のクリア端子▲▼に接続されて
いる。カウンタ34の出力端子は、ノット素子35の
入力線806に接続され、ノット素子35の出力線87
はフリップフロップ31,32のリセット端子に接続
されている。カウンタ34のトリガ端子にもクロック信
号CLKが接続されている。以上によってチェック回路
8が構成されている。
チェック信号の入力線である。チェック信号r3の入力
線801は、フリップフロップ31のセット端子に接
続されている。フリップフロップ31の出力端子は、
アンド素子33の入力線と調停回路7のアンド素子29
の入力線に接続されている。チェック信号r4の入力線
802は、フリップフロップ32のセット端子に接続
されている。フリップフロップ32の出力端子は、ア
ンド素子33の入力線と調停回路7のアンド素子30の
入力線に接続されている。アンド素子33の出力線80
5は、カウンタ34のクリア端子▲▼に接続されて
いる。カウンタ34の出力端子は、ノット素子35の
入力線806に接続され、ノット素子35の出力線87
はフリップフロップ31,32のリセット端子に接続
されている。カウンタ34のトリガ端子にもクロック信
号CLKが接続されている。以上によってチェック回路
8が構成されている。
次に動作について説明する。ここで、説明の便宜上、各
入出力線の信号値をいくつかの組に分け、その組で定め
られる2値のベクトルを次のような記号で表わすことに
する。
入出力線の信号値をいくつかの組に分け、その組で定め
られる2値のベクトルを次のような記号で表わすことに
する。
G1=(101.102.301),G2=(803,102,301) G3=(111.201.211),G4=(111,804,211) G5=(101.111),G6=(201,401) G7=(111.201.201′),G8=(111.802.201′) G9=(101.101′.401′),G10=(801.101′.40
1) G1〜G10の意味を示すと、次のような機能となる。
1) G1〜G10の意味を示すと、次のような機能となる。
G1=(0.1.1)の時、CPU1がチップセレクト信号
r1にて共通のRAMをアクセスする。
r1にて共通のRAMをアクセスする。
G2=(0.1.1)の時、CPU1がチェック信号r3に
て共通のRAMアクセス優先権を確保する。
て共通のRAMアクセス優先権を確保する。
G3=(1.0.1)の時、CPU2がチップセレクト信号
r2にて共通のRAMをアクセスする。
r2にて共通のRAMをアクセスする。
G4=(1.0.1)の時、CPU2がチェック信号r4に
て共通のRAMアクセス優先権を確保する。
て共通のRAMアクセス優先権を確保する。
G5=(0.0)の時、CPU1へアクセス信号a1を出
力する。
力する。
G6=(0.0)の時、CPU2へアクセス信号a1を出
力する。
力する。
G7=(0.0.0)の時、CPU1が共通のRAMをアク
セス中にCPU2がチップセレクト信号r2にてアクセ
ス開始したため、CPU2にCPU1の実行完了するま
で待たせるウェイト信号w2を出力する。
セス中にCPU2がチップセレクト信号r2にてアクセ
ス開始したため、CPU2にCPU1の実行完了するま
で待たせるウェイト信号w2を出力する。
G8=(0.0.0)の時、CPU1が共通のRAMをアク
セス中に、CPU2が、チェック信号r4にてアクセス
開始したため、CPU2にCPU1の実行完了まで待た
せるウェイト信号w2を出力する。
セス中に、CPU2が、チェック信号r4にてアクセス
開始したため、CPU2にCPU1の実行完了まで待た
せるウェイト信号w2を出力する。
G9=(0.0.0)の時、CPU2が共通のRAMをアク
セス中にCPU1がチップセレクト信号r1にてアクセ
ス開始したため、CPU1にCPU2の実行完了するま
で待たせるウェイト信号w1を出力する。
セス中にCPU1がチップセレクト信号r1にてアクセ
ス開始したため、CPU1にCPU2の実行完了するま
で待たせるウェイト信号w1を出力する。
G10=(0.0.0)の時、CPU2が共通のRAMをア
クセス中に、CPU1がチェック信号r3にてアクセス
開始したため、CPU1にCPU2の実行完了するまで
待たせるウェイト信号w1を出力する。
クセス中に、CPU1がチェック信号r3にてアクセス
開始したため、CPU1にCPU2の実行完了するまで
待たせるウェイト信号w1を出力する。
次に詳細な動作について説明する。
(1)CPU1のチップセレクト信号r1のみ入力された
時のG1〜G10のデータを下表に示す。
時のG1〜G10のデータを下表に示す。
この表中のトリガ回数とは、発振器より発生するクロッ
ク信号CLK(例えば10MHz,20MHz)でフリップフ
ロップが有効となるCLK、すなわち本発明において
は、全てCLKの立ち上がりを有効とし、その有効なト
リガをこの表ではトリガ回数と呼んでいる。
ク信号CLK(例えば10MHz,20MHz)でフリップフ
ロップが有効となるCLK、すなわち本発明において
は、全てCLKの立ち上がりを有効とし、その有効なト
リガをこの表ではトリガ回数と呼んでいる。
トリガ回数0においては、G1のみ意味をもち、CPU
1がチップセレクト信号r1を出力したことを表わす。
1がチップセレクト信号r1を出力したことを表わす。
トリガ回数1においては、CPU1にとってG1とG5
が意味をもち、調停回路7がCPU1に対してアクセス
信号a1を出力したことを表わす。
が意味をもち、調停回路7がCPU1に対してアクセス
信号a1を出力したことを表わす。
トリガ回数2においては、G1のデータよりアクセスa
1が復帰し、すなわちCPU1がトリガ回数1と2の間
の実行完了したことにより、トリガ回数2でG5のデー
タより、アクセス信号a1が復帰したことを表わす。
1が復帰し、すなわちCPU1がトリガ回数1と2の間
の実行完了したことにより、トリガ回数2でG5のデー
タより、アクセス信号a1が復帰したことを表わす。
ここで、CPU2のチップセレクト信号r2201のみ
入力時のG1〜G10のデータについては、同様の手順
で回路を追っていくことにより容易に分かるので説明は
省略する。
入力時のG1〜G10のデータについては、同様の手順
で回路を追っていくことにより容易に分かるので説明は
省略する。
(2)CPU1とCPU2のチップセレクト信号r1,r
2の両方が同時に入力された時のG1〜G10のデータ
を下表に示す。
2の両方が同時に入力された時のG1〜G10のデータ
を下表に示す。
トリガ回数0においては、G1のみ意味をもち、CPU
1がチップセレクト信号r1を出力したことを表わす。
1がチップセレクト信号r1を出力したことを表わす。
トリガ回数1においては、G1,G5,G7が意味をも
ち、調停回路7がCPU1に対してアクセス信号a1を
出力し、かつCPU1が共通のRAMをアクセス中にC
PU2がアクセス開始したため、CPU2に対してウェ
イト信号w2を出力したこと表わす。
ち、調停回路7がCPU1に対してアクセス信号a1を
出力し、かつCPU1が共通のRAMをアクセス中にC
PU2がアクセス開始したため、CPU2に対してウェ
イト信号w2を出力したこと表わす。
トリガ回数2においては、G1のデータよりCPU1の
チップセレクト信号r1が復帰し、すなわちCPU1が
トリガ回数1と2の間で、実行完了したことにより、G
5のデータよりアクセス信号a1が復帰したことを表わ
し、G3のデータよりCPU2へウェイトが解除された
ことを表わしている。
チップセレクト信号r1が復帰し、すなわちCPU1が
トリガ回数1と2の間で、実行完了したことにより、G
5のデータよりアクセス信号a1が復帰したことを表わ
し、G3のデータよりCPU2へウェイトが解除された
ことを表わしている。
トリガ回数3においては、G3,G6が意味をもち、調
停回路7がCPU2に対してアクセス信号a2を出力し
たことを表わしている。
停回路7がCPU2に対してアクセス信号a2を出力し
たことを表わしている。
トリガ回数4においては、CPU2の実行完了を表わし
ている。
ている。
トリガ回数5においては、この信号調停器の初期状態を
表わしている。
表わしている。
(3)CPU1がチェック信号r3のみを入力した時のG
1〜G10のデータを下表に示す。
1〜G10のデータを下表に示す。
トリガ回数0においては、G2のみ意味をもち、CPU
1がチェック信号r3にてRAMのアクセス優先権を確
保したことを表わしている。
1がチェック信号r3にてRAMのアクセス優先権を確
保したことを表わしている。
トリガ回数1においては、トリガ回数0の状態が継続し
ていることを表わしている。
ていることを表わしている。
トリガ回数2においては、チェック信号r3がカウンタ
34でカウントアップしたことによりリセットされ、そ
の後アクセス優先権を消失したことを表わしている。
34でカウントアップしたことによりリセットされ、そ
の後アクセス優先権を消失したことを表わしている。
CPU1とCPU2がチェック信号r3,r4を同時に
入力した時は、(2)項,(3)項により詳細に説明したので
省略する。ここで、フリップフロップ24と28は、C
PU1,CPU2が同時に共通RAMのアクセス防止の
ため設けている時間遅延タイマーである。
入力した時は、(2)項,(3)項により詳細に説明したので
省略する。ここで、フリップフロップ24と28は、C
PU1,CPU2が同時に共通RAMのアクセス防止の
ため設けている時間遅延タイマーである。
また、この信号調停器は、信号のない場合は不必要にウ
ェイトをかけないようにしている。
ェイトをかけないようにしている。
第2図はこのような信号調停器の入出力信号の変化の時
間関係を示すタイミングチャートである。第2図はチッ
プセレクト信号r1,r2あるいはチェック信号r3,
r4が同時に入力された場合の各入出力信号の変化の様
子を示している。
間関係を示すタイミングチャートである。第2図はチッ
プセレクト信号r1,r2あるいはチェック信号r3,
r4が同時に入力された場合の各入出力信号の変化の様
子を示している。
なお、上記実施例では、クロック信号CLKは発振器よ
り出力された信号であったが、その他の要求信号であっ
てもよい。また、フリップフロップに関してもJ−Kフ
リップフロップ等の他のフリップフロップにて回路構成
してもよく、さらにカウンタは他の種類のタイマーであ
ってもよく、上記実施例と同様の効果を奏する。
り出力された信号であったが、その他の要求信号であっ
てもよい。また、フリップフロップに関してもJ−Kフ
リップフロップ等の他のフリップフロップにて回路構成
してもよく、さらにカウンタは他の種類のタイマーであ
ってもよく、上記実施例と同様の効果を奏する。
以上のように、この発明によれば、チェック回路を設け
て、チェック信号入力時に調停回路のアクセス信号送出
機能を停止させ、ウェイト信号送出機能のみを働かせる
ように構成したので、どのような競合入力でのRAMチ
ェックも可能となり、本回路をCPU等他の周辺回路と
を含めて、ゲートアレイ化することで、より安価に、ま
た精度の高いものが得られ、さらにクロックを早くする
ことで高速化も容易となるなどの効果がある。
て、チェック信号入力時に調停回路のアクセス信号送出
機能を停止させ、ウェイト信号送出機能のみを働かせる
ように構成したので、どのような競合入力でのRAMチ
ェックも可能となり、本回路をCPU等他の周辺回路と
を含めて、ゲートアレイ化することで、より安価に、ま
た精度の高いものが得られ、さらにクロックを早くする
ことで高速化も容易となるなどの効果がある。
第1図はこの発明の一実施例による信号調停器を示す回
路図、第2図はその動作を示すタイミングチャート、第
3図は従来の信号調停器を示す回路図、第4図はその動
作を示すタイミングチャートである。 7は調停回路、8はチェック回路、r1,r2はチップ
セレクト信号、r3,r4はチェック信号、a1,a2
はアクセス信号、w1,w2はウェイト信号。 なお、図中、同一符号は同一、又は相当部分を示す。
路図、第2図はその動作を示すタイミングチャート、第
3図は従来の信号調停器を示す回路図、第4図はその動
作を示すタイミングチャートである。 7は調停回路、8はチェック回路、r1,r2はチップ
セレクト信号、r3,r4はチェック信号、a1,a2
はアクセス信号、w1,w2はウェイト信号。 なお、図中、同一符号は同一、又は相当部分を示す。
Claims (1)
- 【請求項1】互いに独立した複数のプロセッサ中の1つ
より、共通のランダムアクセスリードライトメモリへの
アクセスを要求するチップセレクト信号が出力された
時、前記ランダムアクセスリードライトメモリにアクセ
ス可能な全ての前記プロセッサに対してウェイト信号を
送出せずに、前記チップセレクト信号を出力したプロセ
ッサへ前記ランダムアクセスリードライトメモリへのア
クセスを許可するアクセス信号を送出し、複数の前記プ
ロセッサより同時に前記チップセレクト信号が出力され
た時、あらかじめ設定された優先順位に従って、優先順
位の遅い前記プロセッサには前記ウェイト信号を送出し
て当該プロセッサをそのままの状態に維持させるととも
に、優先順位の早い前記プロセッサには前記アクセス信
号を送出し、前記優先順位の早いプロセッサからの前記
チップセレクト信号が消滅すると、ある一定時間経過後
に前記ウェイト信号を解除して前記優先順位の遅いプロ
セッサに前記アクセス信号を送出する調停回路と、前記
複数のプロセッサより前記ランダムアクセスリードライ
トメモリの正常性を確認するチェック信号が出力された
時、前記調停回路による前記アクセス信号の送出動作を
禁止し、前記ウェイト信号の送出のみを可能とするチェ
ック回路とを備えた信号調停器。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9074989A JPH0658661B2 (ja) | 1989-04-12 | 1989-04-12 | 信号調停器 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9074989A JPH0658661B2 (ja) | 1989-04-12 | 1989-04-12 | 信号調停器 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH02291046A JPH02291046A (ja) | 1990-11-30 |
JPH0658661B2 true JPH0658661B2 (ja) | 1994-08-03 |
Family
ID=14007248
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP9074989A Expired - Lifetime JPH0658661B2 (ja) | 1989-04-12 | 1989-04-12 | 信号調停器 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0658661B2 (ja) |
-
1989
- 1989-04-12 JP JP9074989A patent/JPH0658661B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH02291046A (ja) | 1990-11-30 |
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