JPH10116253A - 同期動作を実行するマルチプロセス・システム - Google Patents

同期動作を実行するマルチプロセス・システム

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JPH10116253A
JPH10116253A JP9208227A JP20822797A JPH10116253A JP H10116253 A JPH10116253 A JP H10116253A JP 9208227 A JP9208227 A JP 9208227A JP 20822797 A JP20822797 A JP 20822797A JP H10116253 A JPH10116253 A JP H10116253A
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JP
Japan
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coherency
transaction
request
synchronization
smp
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Pending
Application number
JP9208227A
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English (en)
Inventor
Erik E Hagersten
エリック・イー・ハガーステン
Robert C Zak Jr
ロバート・シー・ザック,ジュニア
Shaw-Wen Yang
ショウ−ウェン・ヤン
Aleksandr Guzovskiy
アレキザンダー・グゾヴスキー
William A Nesheim
ウイリアム・エイ・ニシーム
Monica C Wong-Chan
モニカ・シー・ウォン−チャン
Hien Nguyen
ヒェン・ニューエン
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Sun Microsystems Inc
Original Assignee
Sun Microsystems Inc
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Publication date
Application filed by Sun Microsystems Inc filed Critical Sun Microsystems Inc
Publication of JPH10116253A publication Critical patent/JPH10116253A/ja
Pending legal-status Critical Current

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    • GPHYSICS
    • G06COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06FELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46Multiprogramming arrangements
    • G06F9/52Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
    • GPHYSICS
    • G06COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06FELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02Addressing or allocation; Relocation
    • G06F12/08Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
    • G06F12/0802Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
    • G06F12/0806Multiuser, multiprocessor or multiprocessing cache systems
    • G06F12/0815Cache consistency protocols
    • G06F12/0817Cache consistency protocols using directory methods
    • G06F12/0828Cache consistency protocols using directory methods with concurrent directory accessing, i.e. handling multiple concurrent coherency transactions

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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Software Systems (AREA)
  • Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)

Abstract

(57)【要約】 【課題】 必要に応じて同期動作を使用して、1つまた
は複数の前の非同期動作をグローバルに実行する。 【解決手段】 コンピュータ・システム内のプロセッサ
が同期動作を受け取ると、ノード内のシステム・インタ
フェースが、未処理のコヒーレンシ活動が完了するまで
プロセッサからのその後のトランザクションを遅延させ
る。したがって、コンピュータ・システムは、非同期動
作を使用することができる。

Description

【発明の詳細な説明】
【0001】関連特許出願の相互参照 本特許出願は、開示が引用によって本明細書に組み込ま
れた、下記の関連特許出願に関係するものである。 1.本出願と同時出願されたHagersten等の
「ExtendingThe Coherence D
omain Beyond A Computer S
ystem Bus」(参照番号P990)。 2.本出願と同時出願されたHagerstenの「M
ethod AndApparatus Optimi
zing Global Data Replies
In A Computer System」(参照番
号P991)。 3.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Method AndApparatus Prov
iding Short Latency Round
−Robin Arbitration For Ac
cess ToA Shared Resource」
(参照番号P992)。 4.本出願と同時出願されたSinghal等の「Im
plementingSnooping On A S
plit−Transaction Computer
System Bus」(参照番号P993)。 5.本出願と同時出願されたSinghal等の「Sp
lit Transaction Snooping
Bus Protocol」(参照番号P989)。 6.本出願と同時出願されたHeller等の「Int
erconnection Subsystem Fo
r A Multiprocessor Comput
er System With A Small Nu
mber OfProcessors Using A
Switching Arrangement Of
Limited Degree」(参照番号P160
9)。 7.本出願と同時出願されたWade等の「Syste
m And Method For Performi
ng Deadlock Free Message
Transfer In Cyclic Multi−
Hop Digital Computer Netw
ork」(参照番号P1572). 8.本出願と同時出願されたCassiday等の「S
ynchronization System And
Method For Plesiochronou
s Signaling」(参照符号P1593)。 9.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Methods And Apparatus Fo
r A Coherence Transformer
For Connecting Computer
SystemCoherence Domains」
(参照番号P1519)。 10.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Methods And Apparatus Fo
r A Coherence Transformer
With Limited Memory For
Connecting Computer Syste
m Coherence Domains」(参照番号
P1530)。 11.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Methods And Apparatus Fo
r Sharing Data Objects In
A Computer System」(参照番号P
1463)。 12.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Methods And Apparatus Fo
r A Directory−Less Memory
Access Protocol In A Dis
tributed Shared Memory Co
mputer System」(参照番号P153
1)。 13.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Hybrid Memory Access Pro
tocol In A Distributed Sh
ared Memory Computer Syst
em」(参照番号P1550)。 14.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Methods And Apparatus Fo
r Substantially Memory−Le
ss Coherence Transformer
For Connecting Computer S
ystem」(参照番号P1529)。15.本出願と
同時出願されたHagerstenの「A Multi
processing System Includi
ng An EnhancedBlocking Me
chanism For Read To Share
Transactions In A NUMA M
ode」(参照番号P1786)。 16.本出願と同時出願されたGuzovskiy等の
「EncodingMethod For Direc
tory State In CacheCohere
nt Distributed Shared Mem
ory System」(参照番号P1520)。 17.本出願と同時出願されたNesheim等の「S
oftware Use Of Address Tr
anslation Mechanism」(参照番号
P1560)。 18.本出願と同時出願されたLowenstein等
の「Directory−Based, Shared
−Memory, Scaleable Multip
rocessor Computer System
HavingDeadlock−free Trans
action Flow SansFlow Cont
rol Protocol」(参照番号P1561)。 19.本出願と同時出願されたNesheimの「Ma
intainingA Sequential Sto
red Order (SSO) In ANon−S
SO Machine」(参照番号P1562)。 20.本出願と同時出願されたWong−Chanの
「Node To Node Interrupt M
echanism In A Multiproces
sor System」(参照番号P1587)。 21.1996年4月8日に出願された、「Deter
ministic Distributed Mult
icache Coherence Protoco
l」と題するHagersten等の出願第08/63
0703号。 22.1995年12月22日に出願された、「A H
ybrid NUMAComa Cashing Sy
stem And Methods ForSelec
ting Between The Caching
Modes」と題するHagersten等の出願第0
8/577283号。 23.1995年12月22日に出願された、「A H
ybrid NUMA Coma Cashing S
ystem And Methods For Sel
ecting Between The Cachin
g Modes」と題するWood等の出願第08/5
75787号。 24.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Flusing Of Cache Memory
In A Computer System」(参照番
号P1416)。 25.本出願と同時出願されたHagersten等の
「EfficientAllocation Of C
ache Memory Space InA Com
puter System」(参照番号P1576)。 26.本出願と同時出願されたHagersten等の
「EfficientSelection Of Me
mory Storage Modes In A C
omputer System」(参照番号P172
6)。 27.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Skip−level Write−through
In A Multi−level Memory
Of A Computer System」(参照番
号P1736)。 28.本出願と同時出願されたHagerstenの
「A Multiprocessing System
Configured to PerformEff
icient Write Operations」
(参照番号P1500)。 29.本出願と同時出願されたHagerstenの
「A Multiprocessing System
Configured to PerformEff
icient Block Copy Operati
ons」(参照番号P1515)。 30.本出願と同時出願されたHagerstenの
「A Multiprocessing System
Including An Apparatus F
or Optimizing Spin−Lock O
perations」(参照番号P1525)。 31.本出願と同時出願されたHagersten等の
「A Multiprocessing System
Configured to Detect and
Efficiently Provide for
Migratory Data Access Pat
terns」(参照番号P1555). 32.本出願と同時出願されたHagerstenの
「A Multiprocessing System
Configured to Store Cohe
rency State Within Multip
le Subnodes of a Processi
ng Node」(参照番号P1527)。 33.本出願と同時出願されたHagersten等の
「A Multiprocessing System
Configured to Perform Pr
efetching Operations」(参照番
号P1571)。 34.本出願と同時出願されたHa
gersten等の「A Multiprocessi
ng System Having Coherenc
y−Related Error Logging C
apabilities」(参照番号P1719)。 35.本出願と同時出願されたHagerstenの
「Multiprocessing System E
mploying A Three−Hop Comm
unication Protocol」(参照番号P
1785)。 36.本出願と同時出願されたHagersten等の
「A Multiprocessing System
Configured to Perform So
ftware Initiated Prefetch
Operations」(参照番号P1787)。 37.本出願と同時出願されたHagersten等の
「A Multiprocessing Comput
er System Employing Local
and Global Spaces and Mu
ltipleAccee Modes」(参照番号P1
784)。 38.本出願と同時出願されたHagersten等の
「Multiprocessing System E
mploying A CoherencyProto
col Including A Reply Cou
nt」(参照番号P1570)。
【0002】
【発明の属する技術分野】本発明は、マルチプロセッサ
・コンピュータ・システムに関し、詳細には、マルチプ
ロセッサ・コンピュータ・システム内の同期動作に関す
る。
【0003】
【従来の技術】多重処理コンピュータ・システムは、コ
ンピューティング・タスクを実行するために使用できる
2つ以上のプロセッサを含む。1つのプロセッサ上で特
定のコンピューティング・タスクを実行し、同時に他の
プロセッサが、関係のないコンピューティング・タスク
を実行することができる。別法として、特定のコンピュ
ーティング・タスクの構成要素を複数のプロセッサ間で
分散し、コンピューティング・タスク全体を実行するの
に必要な時間を短縮することができる。一般的に言え
ば、プロセッサは、1つまたは複数のオペランドに対す
る演算を実行して結果を生成するように構成された装置
である。演算は、プロセッサによって実行される命令に
応答して実行される。
【0004】市販の多重処理コンピュータ・システムで
広く使用されているアーキテクチャは、対称型マルチプ
ロセッサ(SMP)アーキテクチャである。通常、SM
Pコンピュータ・システムは、キャッシュ階層を通じて
共用バスに接続された複数のプロセッサを備える。共用
バスにはメモリも接続され、メモリはシステム内のプロ
セッサ間で共用される。メモリ内の特定のメモリ位置へ
のアクセスは、他の特定のメモリ位置へのアクセスと同
様な時間で行われる。メモリ内の各位置に一様にアクセ
スできるので、この構造はしばしば、一様なメモリ・ア
ーキテクチャ(UMA)と呼ばれる。
【0005】プロセッサは多くの場合、内部キャッシュ
と共に構成され、SMPコンピュータ・システム内のプ
ロセッサと共用バスとの間のキャッシュ階層には通常、
1つまたは複数のキャッシュが含まれる。特定のメイン
・メモリ・アドレスに存在するデータの複数のコピーを
これらのキャッシュに記憶することができる。特定のア
ドレスが所与の時間に1つのデータ値しか記憶しない共
用メモリ・モデルを維持するために、共用バス・コンピ
ュータ・システムはキャッシュ・コヒーレンシを採用す
る。一般的に言えば、特定のメモリ・アドレスに記憶さ
れているデータに対する演算の効果がキャッシュ階層内
のデータの各コピーに反映される場合、その演算はコヒ
ーレントである。たとえば、特定のメモリ・アドレスに
記憶されているデータを更新したときには、前のデータ
のコピーを記憶しているキャッシュにその更新を供給す
ることができる。別法として、特定のメモリ・アドレス
へのその後のアクセスによって、更新済みコピーがメイ
ン・メモリから転送されるように、前のデータのコピー
をキャッシュ内で無効化することができる。共用バス・
システムの場合、通常、スヌープ・バス・プロトコルが
使用される。共用バス上で実行される各コヒーレント・
トランザクションは、キャッシュ内のデータと突き合わ
せて調べられる(あるいは「スヌープ」される)。影響
を受けるデータのコピーが見つかった場合、コヒーレン
ト・トランザクションに応答して、そのデータを含むキ
ャッシュ・ラインの状態を更新することができる。
【0006】残念なことに、共用バス・アーキテクチャ
は、多重処理コンピュータ・システムの有用性を制限す
るいくつかの欠点を有する。バスはピーク帯域幅を利用
できる(たとえば、バスを介して転送できるバイト数/
秒)。バスに追加プロセッサを取り付けると、プロセッ
サにデータおよび命令を供給するのに必要な帯域幅がピ
ーク・バス帯域幅を超えることがある。いくつかのプロ
セッサが使用可能なバス帯域幅を待たなければならない
ので、プロセッサの帯域幅要件が使用可能なバス帯域幅
を超えるとコンピュータ・システムの性能が影響を受け
る。
【0007】また、共用バスにより多くのプロセッサを
追加するとバスに対する容量負荷が増大し、場合によっ
てはバスの物理長が増加する。容量負荷が増大しバス長
が延びると、バスを横切って信号が伝搬する際の遅延が
長くなる。伝搬遅延が長くなるので、トランザクション
の実行時間が長くなる。したがって、より多くのプロセ
ッサを追加するほど、バスのピーク帯域幅が減少する。
【0008】これらの問題は、プロセッサの動作周波数
および性能が引き続き向上していることによってさらに
深刻化する。より高い周波数およびより高度なプロセッ
サ・マイクロアーキテクチャによって性能が向上するの
で、帯域幅要件は、プロセッサの数が同じであっても前
のプロセッサ世代より高くなる。したがって、前に多重
処理コンピュータ・システムに十分な帯域幅を与えたバ
スが、より高性能のプロセッサを使用する同様なコンピ
ュータ・システムには不十分であることがある。
【0009】多重処理コンピュータ・システム用の他の
構造は、分散共用メモリ・アーキテクチャである。分散
共用メモリ・アーキテクチャは、内部にプロセッサおよ
びメモリが存在する複数のノードを含む。複数のノード
は、その間の結合されたネットワークを介して通信す
る。全体的に考えると、複数のノード内に含まれるメモ
リは、コンピュータ・システムの共用メモリを形成す
る。通常、ディレクトリを使用して、どのノードが特定
のアドレスに対応するデータのキャッシュ・コピーを有
するかが識別される。ディレクトリを調べることによっ
てコヒーレンシ活動を生成することができる。
【0010】分散共用メモリ・システムは、スケーリン
グ可能であり、共用バス・アーキテクチャの制限を解消
する。多くのプロセッサ・アクセスはノード内で完了す
るので、通常、ノードがネットワーク上で有する帯域幅
要件は、共用バス・アーキテクチャが共用バス上で与え
なければならない帯域幅要件よりもずっと低い。ノード
は、高いクロック周波数および帯域幅で動作し、必要に
応じてネットワークにアクセスすることができる。ノー
ドのローカル帯域幅に影響を与えずにネットワークに追
加ノードを追加することができる。その代わり、ネット
ワーク帯域幅のみが影響を受ける。
【0011】
【発明が解決しようとする課題】分散共用メモリ・アー
キテクチャは通常、メモリ・アクセサ(たとえば、プロ
セッサ)によるローカル・ノード内のメモリへのアクセ
スが迅速であり、リモート・ノード内のメモリへのアク
セスがかなり低速であることを特徴とする。残念なこと
に、リモート・ノード内のメモリにアクセスするプロセ
ッサの性能は、そのメモリへのアクセスが低速であるた
めに低下する恐れがある。多くの場合、プロセッサは低
速のアクセスが完了するのを待って停止する。できるだ
け性能低下を軽減するために、コンピュータ・システム
ではしばしば非同期動作が定義される。非同期動作と
は、動作自体が完了する前の実行中のある点で、動作自
体を開始したプロセッサを解放する動作である。プロセ
ッサは、コンピュータ・システムの残りの部分がその非
同期動作を完了する間に他の動作を継続することができ
る。具体的には、非同期動作は、「グローバルに実行さ
れる」動作の前(すなわち、その非同期動作に応答して
開始されたコヒーレンシ活動が完了する前)にプロセッ
サを解放することが多い。
【0012】たとえば、書込み動作は、コヒーレンシ活
動を実行する前に、書き込むべきデータをプロセッサか
ら転送し、影響を受けるコヒーレンシ単位への書込み許
可を得ることによって非同期的に実行することができ
る。この書込みは完了していないが、データがプロセッ
サから転送されているので、プロセッサは他の動作を継
続することができる。他の場合よりも早く、書込み動作
によって消費されるプロセッサ資源を解放することによ
って、性能が向上する。
【0013】場合によっては、プロセッサ上で実行中の
プログラムが、前にプロセッサによって開始された非同
期動作が完了したことを判定する必要がある。たとえ
ば、一連の非同期書込み動作の後に、それらの動作が完
了したことを示すフラグをセットすることができる。フ
ラグをセットする前に、プログラムは、一連の動作が完
了した(あるいは、少なくともグローバルに実行され
た)ことを検証する必要がある。したがって、分散共用
メモリ・コンピュータ・システムで同期を実行する機構
が必要である。
【0014】
【課題を解決するための手段】前述の問題は主として、
本発明による同期動作を使用するコンピュータ・システ
ムによって解決される。コンピュータ・システム内のプ
ロセッサが同期動作を実行するとき、ノード内のシステ
ム・インタフェースは、未処理のコヒーレンシ活動が完
了するまでプロセッサからのその後のトランザクション
を遅延させる。コンピュータ・システムは非同期動作を
使用できるので有利である。同期動作を必要に応じて使
用して、1つまたは複数の前の非同期動作をグローバル
に完了させることができる。
【0015】一実施形態では、同期動作はシステム・イ
ンタフェース内の待ち行列内に配置される。同期動作
は、待ち行列の先頭に達したときに、システム・インタ
フェース内で開始することができる。システム・インタ
フェースはさらに、それぞれ、異なるトランザクション
に関するコヒーレンシ活動を並行して処理することがで
きる、複数の制御装置を備える要求エージェントを含
む。さらに、システム・インタフェースは、各制御装置
ごとにビットを記憶する同期制御ベクトル・レジスタを
含む。システム・インタフェース内の同期動作の開始時
に、コヒーレンシ活動を実行中の制御装置(すなわち、
アイドル状態でない制御装置)に対応するビットがセッ
トされ、それに対して他のビットはクリアされる。各制
御装置がアイドル状態に戻ると、対応するビットもクリ
アされる。同期制御ベクトル・レジスタ内のすべてのビ
ットがクリアされた後、同期動作が開始されたときに未
処理であったコヒーレンシ活動が完了する。次いで同期
動作と、その同期動作を開始したプロセッサからのその
同期動作の後に続くトランザクションを完了することが
できる。
【0016】本発明は、プロセッサと要求エージェント
とを備える処理ノードを企図するものである。プロセッ
サは、同期コマンドを実行するように構成される。要求
エージェントは、プロセッサから同期コマンドを受け取
るように結合され、同期コマンドを受け取ったときに同
期動作を実行するように構成される。
【0017】本発明はさらに、同期を実行する方法を企
図するものである。同期動作は、処理ノード内のプロセ
ッサで実行される。同期動作は、処理ノード内の要求エ
ージェントで受け取られる。同期動作を受け取る前に要
求エージェントによって開始されたコヒーレンシ活動は
完了する。それに続いて、処理ノード内で同期動作が再
発行され、それによって同期動作が完了する。
【0018】本発明はさらに、同期方法を企図するもの
である。少なくとも1つの非同期動作が実行される。非
同期動作に続いてシステム・レベル同期動作が実行され
る。次いで、システム・レベル同期動作に続いてプロセ
ッサ・レベル同期動作が実行される。
【0019】本発明は、第1の処理ノードと第2の処理
ノードとを備えるコンピュータ・システムも企図するも
のである。第1の処理ノードは、要求エージェントと少
なくとも1つのプロセッサとを含む。要求エージェント
は、プロセッサによって実行されたトランザクションに
応答してコヒーレンシ要求を実行するように構成され
る。第2の処理ノードは、コヒーレンシ要求に応答して
コヒーレンシ応答を実行するように構成されたスレーブ
・エージェントを含む。また、要求エージェントは、第
1の処理ノード内で実行された同期動作を受け取ったと
きに、未処理のコヒーレンシ要求に対するコヒーレンシ
応答を要求エージェントから受け取るまで、プロセッサ
によって実行されたトランザクションに対する追加コヒ
ーレンシ要求を抑制するように構成される。
【0020】本発明の他の目的および利点は、下記の詳
細な説明を読み添付の図面を参照したときに明らかにな
ろう。
【0021】本発明では様々な修正形態および変更形態
が可能であるが、本発明の特定の実施形態が、一例とし
て図示され、本明細書に詳しく記載されている。しか
し、図面および詳細な説明が、開示した特定の形態に本
発明を制限するものではなく、本発明が、添付の特許請
求の範囲で定義した本発明の趣旨および範囲内のすべて
の修正形態、等価物、変更形態をカバーするものである
ことを理解されたい。
【0022】
【発明の実施の形態】次に、図1を参照すると、多重処
理コンピュータ・システム10の一実施形態のブロック
図が示されている。コンピュータ・システム10は、ポ
イント・ツー・ポイント・ネットワーク14によって相
互接続された複数のSMPノード12Aないし12Dを
含む。本明細書で特定の参照符号とその後に続く文字で
参照された要素は、集合的に参照符号のみで参照する。
たとえば、SMPノード12Aないし12Dを集合的に
SMPノード12と呼ぶ。図の実施形態では、各SMP
ノード12は、複数のプロセッサと、外部キャッシュ
と、SMPバスと、メモリと、システム・インタフェー
スとを含む。たとえば、SMPノード12Aは、プロセ
ッサ16Aないし16Bを含む複数のプロセッサと共に
構成される。プロセッサ16は外部キャッシュ18に接
続され、外部キャッシュ18はさらにSMPバス20に
結合される。また、メモリ22およびシステム・インタ
フェース24はSMPバス20に結合される。さらに、
SMPバス20に1つまたは複数の入出力(I/O)イ
ンタフェース26を結合することができる。入出力イン
タフェース26は、シリアル・ポートおよびパラレル・
ポート、ディスク・ドライブ、モデム、プリンタなどの
周辺装置とのインタフェースをとるために使用される。
他のSMPノード12Bないし12Dを同様に構成する
ことができる。
【0023】一般的に言えば、コンピュータ・システム
10は、プロセッサ16によって開始された同期動作を
実行するように構成される。同期動作は、SMPバス2
0上に特定のコード化を有するコマンドとしてブロード
キャストされ、システム・インタフェース24によって
受け取られる。システム・インタフェース24は、同期
動作の前に実行される開始側プロセッサからの他のトラ
ンザクションが開始されたときに内部で同期を開始す
る。システム・インタフェース24は、内部で同期動作
が開始すると、すでに開始されている要求を監視する。
すでに開始されている要求がそれぞれ完了する(すなわ
ち、グローバルに実行される)と、同期動作がSMPバ
ス20上で再発行され完了する。同期動作を実行するプ
ロセッサ16から発行されたトランザクションが、同期
動作が再発行される前に完了するので有利である。それ
によって、プロセッサ16は同期動作の前に開始された
トランザクション(非同期トランザクションを含む)が
完了したことを知る。
【0024】一実施形態では、同期動作は、特殊コード
化書込みストリーム・トランザクションを含む。特殊コ
ード化は、書込みストリーム・トランザクションに関し
てプロセッサ16によって与えられるアドレスの最上位
ビット内に含まれる。書込みトランザクションは、シス
テム・インタフェース24内の待ち行列に入れられ、書
込みトランザクションが待ち行列の先頭に到達したとき
にシステム・インタフェース24によって内部で開始さ
れる。トランザクションは、SMPバス20上に与えら
れる順に待ち行列から削除され、したがって、書込みト
ランザクションの前に与えられたトランザクションは、
書込みトランザクションが待ち行列の頭部に到着すると
きには開始されている。システム・インタフェース24
は、コヒーレンシ活動を開始し、完了するための複数の
独立制御装置を備えることができる。各制御装置は、S
MPバス20からのそれぞれの異なるトランザクション
に応答してコヒーレンシ活動を並行して実行することが
できる。システム・インタフェース24は、同期動作が
内部で開始されるときにアクティブである(すなわち、
アイドル状態ではない)制御装置を観測する。各制御装
置は、アイドル状態に戻ると、同期動作を完了する前に
アイドル状態に戻らなければならない制御装置のリスト
から削除される。観測中の各制御装置がアイドル状態に
戻った後に、SMPバス20上で同期動作を再発行する
ことができる。それによって、同期が完了する。
【0025】本明細書では、同期動作の語は、(非同期
動作を含め)すでに開始されている動作の完了を確認す
る動作を指す。
【0026】前述の実施形態では、開始側プロセッサか
ら発行されたトランザクションだけでなく、同期動作の
前に開始されたすべてのトランザクションの同期がとら
れることに留意されたい。このように、プロセッサ16
は、ノード内の他のプロセッサによって実行されるトラ
ンザクションのために同期動作を実行することができ
る。そのような機能を利用するプログラムは、プロセッ
サ間でメッセージを転送し、同期をいつ行うかを判定す
ることができる。
【0027】一般的に言えば、メモリ動作とは、データ
を送信元から宛先へ転送させる動作である。送信元また
は宛先、あるいはその両方は、開始側内の記憶位置で
も、あるいはメモリ内の記憶位置でもよい。送信元また
は宛先は、メモリ内の記憶位置であるとき、メモリ動作
と共に搬送されるアドレスを介して指定される。メモリ
動作は、読取り動作でも、あるいは書込み動作でもよ
い。読取り動作では、データが開始側の外側の送信元か
ら開始側内の宛先へ転送される。逆に、書込み動作で
は、データが開始側内の送信元から開始側の外側の宛先
へ転送される。図1に示したコンピュータ・システムで
は、メモリ動作は、SMPバス20上の1つまたは複数
のトランザクションと、ネットワーク14上の1つまた
は複数のコヒーレンシ動作を含むことができる。
【0028】アーキテクチャの概要 各SMPノード12は基本的に、メモリ22を共用メモ
リとして有するSMPシステムである。プロセッサ16
は、高性能プロセッサである。一実施形態では、各プロ
セッサ16は、SPARCプロセッサ・アーキテクチャ
のバージョン9に適合するSPARCプロセッサであ
る。しかし、プロセッサ16が任意のプロセッサ・アー
キテクチャを使用できることに留意されたい。
【0029】通常、プロセッサ16は、内部命令キャッ
シュと内部データ・キャッシュとを有する。したがっ
て、外部キャッシュ18はL2キャッシュと呼ばれる
(レベル2を表す。内部キャッシュはレベル1キャッシ
ュである)。プロセッサ16が内部キャッシュと共に構
成されていない場合、外部キャッシュ18はレベル1キ
ャッシュである。「レベル」の語が、特定のキャッシュ
がプロセッサ16内の処理コアにどのくらい近接してい
るかを識別するために使用されることに留意されたい。
レベル1は、処理コアに最も近く、レベル2は2番目に
近く、以下同様である。外部キャッシュ18は、それに
結合されたプロセッサ16から頻繁にアクセスされるメ
モリ・アドレスに迅速にアクセスする。外部キャッシュ
18が様々な特定のキャッシュ構成として構成できるこ
とに留意されたい。たとえば、外部キャッシュ18によ
ってセットアソシエーティブ構成またはダイレクトマッ
ピング構成を使用することができる。
【0030】SMPバス20は、プロセッサ16(キャ
ッシュ18を通じた通信)とメモリ22とシステム・イ
ンタフェース24と入出力インタフェース26との間の
通信に適応する。一実施形態では、SMPバス20は、
アドレス・バスとそれに関連する制御信号、ならびにデ
ータ・バスとそれに関連する制御信号を含む。アドレス
・バスとデータ・バスが別々のものなので、SMPバス
20上で分割トランザクション・バス・プロトコルを使
用することができる。一般的に言えば、分割トランザク
ション・バス・プロトコルは、アドレス・バス上で行わ
れるトランザクションが、データ・バス上で行われる並
行トランザクションとは異なるプロトコルである。アド
レスとデータを使用するトランザクションは、アドレス
・バス上でアドレスおよび関連する制御情報が搬送され
るアドレス・フェーズと、データ・バス上でデータが搬
送されるデータ・フェーズとを含む。特定のアドレス・
フェーズに対応するデータ・フェーズの前に、他のトラ
ンザクションに関する追加アドレス・フェーズまたは追
加データ・フェーズ、あるいはその両方を開始すること
ができる。アドレス・フェーズと対応するデータ・フェ
ーズは、多数の方法で相関付けることができる。たとえ
ば、データ・トランザクションをアドレス・トランザク
ションと同じ順序で行うことができる。別法として、ト
ランザクションのアドレス・フェーズとデータ・フェー
ズを固有のタグを介して識別することができる。
【0031】メモリ22は、プロセッサ16によって使
用されるデータおよび命令コードを記憶するように構成
される。メモリ22は、ダイナミック・ランダム・アク
セス・メモリ(DRAM)を備えることが好ましい。た
だし、任意のタイプのメモリを使用することができる。
メモリ22は、他のSMPノード12内の図示した同様
なメモリと共に、分散共用メモリ・システムを形成す
る。分散共用メモリのアドレス空間の各アドレスは、そ
のアドレスのホーム・ノードと呼ばれる特定のノードに
割り当てられる。ホーム・ノードとは異なるノード内の
プロセッサは、ホーム・ノードのアドレスにあるデータ
にアクセスし、場合によってはデータをキャッシュする
ことができる。したがって、SMPノード12どうしの
間と、特定のSMPノード12Aないし12D内のプロ
セッサ16とキャッシュ18との間に、コヒーレンシが
維持される。システム・インタフェース24はノード間
コヒーレンシを与え、それに対してSMPバス20上の
スヌーピングはノード内コヒーレンシを与える。
【0032】システム・インタフェース24は、ノード
間コヒーレンシを維持するだけでなく、他のSMPノー
ド12との間のデータ転送を必要とするSMPバス20
上のアドレスを検出する。システム・インタフェース2
4は、転送を実行し、トランザクションのための対応す
るデータをSMPバス20上に与える。図の実施形態で
は、システム・インタフェース24はポイント・ツー・
ポイント・ネットワーク14に結合される。しかし、代
替実施形態では他のネットワークを使用できることに留
意されたい。ポイント・ツー・ポイント・ネットワーク
では、ネットワーク上の各ノード間に個別の接続が存在
する。特定のノードは、専用リンクを介して第2のノー
ドと直接通信する。特定のノードは、第3のノードと通
信するときは、第2のノードと通信するために使用した
リンクとは異なるリンクを使用する。
【0033】図1では4つのSMPノード12が示され
ているが、任意の数のノードを使用するコンピュータ・
システム10の実施形態が企図されることに留意された
い。
【0034】図2AおよびBは、コンピュータ・システ
ム10の一実施形態によってサポートされる分散メモリ
・アーキテクチャの概念図である。具体的には、図2
A、Bは、図1の各SMPノード12がデータをキャッ
シュしメモリ・アクセスを実行する代替方法を示す。コ
ンピュータ・システム10がそのようなアクセスをサポ
ートする方法に関する詳細については、下記で詳しく説
明する。
【0035】次に、図2Aを参照すると、コンピュータ
・システム10の一実施形態によってサポートされる第
1のメモリ・アーキテクチャ30を示す論理図が示され
ている。アーキテクチャ30は、複数のプロセッサ32
Aないし32Dと、複数のキャッシュ34Aないし34
Dと、複数のメモリ36Aないし36Dと、相互接続ネ
ットワーク38とを含む。複数のメモリ36は分散共用
メモリを形成する。アドレス空間内の各アドレスは、1
つのメモリ36内の位置に対応する。
【0036】アーキテクチャ30は非一様メモリ・アー
キテクチャ(NUMA)である。NUMAアーキテクチ
ャでは、第1のメモリ・アドレスにアクセスするのに必
要な時間の長さが、第2のメモリ・アドレスにアクセス
するのに必要な時間の長さと大幅に異なることがある。
アクセス時間は、アクセスの開始側と、アクセスされた
データを記憶しているメモリ36Aないし36Dの位置
に依存する。たとえば、プロセッサ32Aが、メモリ3
6Aに記憶されている第1のメモリ・アドレスにアクセ
スする場合、このアクセス時間は、メモリ36Bないし
36Dのうちの1つに記憶されている第2のメモリ・ア
ドレスへのアクセスのアクセス時間よりもずっと短い。
すなわち、プロセッサ32Aによるメモリ36Aへのア
クセスはローカルに(たとえば、ネットワーク38上で
の転送なしに)完了することができ、それに対してメモ
リ36Bへのプロセッサ32Aアクセスはネットワーク
38を介して実行される。通常、ネットワーク38を通
じたアクセスは、ローカル・メモリ内で完了するアクセ
スよりも低速である。たとえば、ローカル・アクセスは
数百ナノ秒で完了することができ、それに対してネット
ワークを介したアクセスは数マイクロ秒を占有する可能
性がある。
【0037】リモート・ノードに記憶されているアドレ
スに対応するデータは任意のキャッシュ34にキャッシ
ュすることができる。しかし、キャッシュ34がそのよ
うなリモート・アドレスに対応するデータを放棄した
後、リモート・アドレスへのその後のアクセスはネット
ワーク38上での転送を介して完了する。
【0038】NUMAアーキテクチャは、主として特定
のローカル・メモリに対応するアドレスを使用するソフ
トウェア・アプリケーションに優れた性能特性を付与す
ることができる。一方、より多くのランダム・アクセス
・パターンを有しメモリ・アクセスを特定のローカル・
メモリ内のアドレスに制限しないソフトウェア・アプリ
ケーションは、特定のプロセッサ32がリモート・ノー
ドへの反復アクセスを実行するときに大量のネットワー
ク・トラフィックを経験する。
【0039】次に図2Bを参照すると、図1のコンピュ
ータ・システム10によってサポートされる第2のメモ
リ・アーキテクチャ40を示す論理図が示されている。
アーキテクチャ40は、複数のプロセッサ42Aないし
42Dと、複数のキャッシュ44Aないし44Dと、複
数のメモリ46Aないし46Dと、ネットワーク48と
を含む。しかし、メモリ46はキャッシュ44とネット
ワーク48との間に論理的に結合される。メモリ46
は、より大規模なキャッシュ(たとえば、レベル3のキ
ャッシュ)として働き、対応するプロセッサ42からア
クセスされるアドレスを記憶する。メモリ46は、対応
するプロセッサ42から作用を受けているデータを「ア
トラクトする」と言われる。図2Aに示したNUMAア
ーキテクチャとは異なり、アーキテクチャ40は、ロー
カル・プロセッサがリモート・データにアクセスする際
にリモート・データをローカル・メモリに記憶すること
によってネットワーク48上のアクセスの数を低減させ
る。
【0040】アーキテクチャ40をキャッシュ専用メモ
リ・アーキテクチャ(COMA)と呼ぶ。メモリ46の
組合せで形成された分散共用メモリ内の複数の位置は、
特定のアドレスに対応するデータを記憶することができ
る。特定の記憶位置に特定のアドレスの永久的なマッピ
ングが割り当てられることはない。その代わり、特定の
アドレスに対応するデータを記憶する位置は、その特定
のアドレスにアクセスするプロセッサ42に基づいて動
的に変化する。逆に、NUMAアーキテクチャでは、メ
モリ46内の特定の記憶位置が特定のアドレスに割り当
てられる。アーキテクチャ40は、アーキテクチャ上で
実行中のアプリケーションによって実行されるメモリ・
アクセス・パターンに調整し、メモリ46どうしの間で
コヒーレンシが維持される。
【0041】好ましい実施形態では、コンピュータ・シ
ステム10は、図2Aおよび2Bに示した両方のメモリ
・アーキテクチャをサポートする。具体的には、メモリ
・アドレスに、1つのSMPノード12Aないし12D
からNUMA方式でアクセスし、同時に他のSMPノー
ド12Aないし12DからCOMA方式でアクセスする
ことができる。一実施形態では、SMPバス20上のア
ドレスのあるビットが、他のSMPノード12を、与え
られたアドレスのホーム・ノードとして識別している場
合に、NUMAアクセスが検出される。そうでない場合
は、COMAアクセスが仮定される。他の詳細を下記に
与える。
【0042】一実施形態では、COMAアーキテクチャ
は、ハードウェア技法とソフトウェア技法の組合せを使
用して実施される。ハードウェアは、ページのローカル
にキャッシュされたコピー間のコヒーレンシを維持し、
ソフトウェア(たとえば、コンピュータ・システム10
で使用されるオペレーティング・システム)は、キャッ
シュされたページを割り振り、割り振り解除する責任を
負う。
【0043】図3は、一般に、図1に示したSMPノー
ド12Aに適合する、SMPノード12Aの一実施形態
の詳細を示す。他のノード12も同様に構成することが
できる。図1の各SMPノード12の特定の代替実施形
態も可能であることに留意されたい。図3に示したSM
Pノード12Aの実施形態は、サブノード50Aやサブ
ノード50Bなど複数のサブノードを含む。各サブノー
ド50は、2つのプロセッサ16および対応するキャッ
シュ18と、メモリ部分56と、アドレス・コントロー
ラ52と、データ・コントローラ54とを含む。サブノ
ード50内のメモリ部分56は集合的に、図1のSMP
ノード12Aのメモリ22を形成する。他のサブノード
(図示せず)はさらに、SMPバス20に結合され入出
力インタフェース26を形成する。
【0044】図3に示したように、SMPバス20は、
アドレス・バス58とデータ・バス60とを含む。アド
レス・コントローラ52はアドレス・バス58に結合さ
れ、データ・コントローラ54はデータ・バス60に結
合される。図3は、システム・インタフェース論理ブロ
ック62と、変換記憶域64と、ディレクトリ66と、
メモリ・タグ(MTAG)68とを含むシステム・イン
タフェース24も示す。論理ブロック62は、アドレス
・バス58とデータ・バス60の両方に結合され、下記
で詳しく説明するようにある種の状況でアドレス・バス
58上で無視信号70をアサートする。論理ブロック6
2は、変換記憶域64、ディレクトリ66、MTAG6
8、ネットワーク14にも結合される。
【0045】図3の実施形態では、各サブノード50
は、SMPバス20が配置されたバックプレーンに挿入
できるプリント回路ボード上に構成される。このよう
に、SMPノード12内に含まれるプロセッサまたは入
出力インタフェース26あるいはその両方の数は、サブ
ノード50を挿入しあるいは取り外すことによって変更
することができる。たとえば、コンピュータ・システム
10は最初、少数のサブノード50と共に構成すること
ができる。コンピュータ・システム10のユーザが必要
とするコンピューティング・パワーが増大するにつれて
必要に応じて追加サブノード50を追加することができ
る。
【0046】アドレス・コントローラ52は、キャッシ
ュ18とSMP20のアドレス部分との間のインタフェ
ースを形成する。図の実施形態では、アドレス・コント
ローラ52は、出力待ち行列72といくつかの入力待ち
行列74とを含む。出力待ち行列72は、アドレス・コ
ントローラ52がアドレス・バス58へのアクセスを許
可されるまで出力待ち行列に接続されたプロセッサから
のトランザクションをバッファする。アドレス・コント
ローラ52は、出力待ち行列72に記憶されているトラ
ンザクションを、それらが出力待ち行列72に入れられ
た順に実行する(すなわち、出力待ち行列72はFIF
O待ち行列である)。アドレス・コントローラ52によ
って実行されるトランザクション、ならびにキャッシュ
18およびプロセッサ16の内部のキャッシュによって
スヌープされるアドレス・バス58から受け取られるト
ランザクションは、入力待ち行列74に入れられる。
【0047】出力待ち行列72と同様に、入力待ち行列
74はFIFO待ち行列である。すべてのアドレス・ト
ランザクションは、各サブノード50の入力待ち行列7
4(場合によっては、アドレス・トランザクションを開
始したサブノード50の入力待ち行列74内)に記憶さ
れる。したがって、アドレス・トランザクションは、ス
ヌーピングのために、アドレス・トランザクションがア
ドレス・バス58上で行われる順にキャッシュ18およ
びプロセッサ16に与えられる。トランザクションがア
ドレス・バス58上で行われる順序は、SMPノード1
2Aの順序である。しかし、完全なシステムは1つのグ
ローバル・メモリ順序を有することが予期される。この
ように順序が予期されるため、ネットワーク14上の動
作の順序によってグローバル順序を確立する必要がある
ので、コンピュータ・システム10が使用するNUMA
アーキテクチャとCOMAアーキテクチャの両方で問題
が生じる。2つのノードがあるアドレスに対するトラン
ザクションを実行する場合、そのアドレスのホーム・ノ
ードで対応するコヒーレンシ動作が行われる順序は、各
ノード内で見られる2つのトランザクションの順序を定
義する。たとえば、同じアドレスに対して2つの書込み
トランザクションが実行される場合、そのアドレスのホ
ーム・ノードに2番目に到着する書込み動作は2番目に
完了する書込みトランザクションであるべきである(す
なわち、両方の書込みトランザクションによって更新さ
れるバイト位置は、両方のトランザクションの完了時に
第2の書込みトランザクションから与えられる値を記憶
する)。しかし、第2のトランザクションを実行するノ
ードは実際には、SMPバス20上で最初に第2のトラ
ンザクションを行わせることができる。無視信号70に
よって、SMPノード12の残りの部分が第2のトラン
ザクションに反応することなしに、第2のトランザクシ
ョンをシステム・インタフェース24へ転送することが
できる。
【0048】したがって、システム・インタフェース論
理ブロック62は、アドレス・コントローラ52の出力
待ち行列/入力待ち行列構造によって課される順序付け
制約と共に効果的に動作するために、無視信号70を使
用する。アドレス・バス58上にトランザクションが与
えられ、システム・インタフェース論理ブロック62
が、このトランザクションに応答してリモート・トラン
ザクションを実行すべきであることを検出すると、論理
ブロック62は無視信号70をアサートする。あるトラ
ンザクションに対して無視信号70をアサートすると、
アドレス・コントローラ52は入力待ち行列74へのそ
のトランザクションの格納を抑制する。したがって、無
視されたトランザクションに続いて行われ、SMPノー
ド12A内でローカルに完了する他のトランザクション
は、入力待ち行列74の順序付け規則を破らずに、無視
されたトランザクションに対して所定の順序とは異なる
順序で完了することができる。具体的には、ネットワー
ク14上のコヒーレンシ活動に応答してシステム・イン
タフェース24によって実行されるトランザクション
を、無視されたトランザクションの後に続けて実行し完
了することができる。リモート・トランザクションから
応答が受け取られたときに、システム・インタフェース
論理ブロック62によって、無視されたトランザクショ
ンをアドレス・バス58上で再発行することができる。
それによって、トランザクションは、入力待ち行列74
に入れられ、再発行時に行われるトランザクションと共
に順序正しく完了することができる。
【0049】一実施形態では、特定のアドレス・コント
ローラ52からのトランザクションが無視された後、そ
の特定のアドレス・コントローラ52からのその後のコ
ヒーレント・トランザクションも無視される。特定のプ
ロセッサ16からのトランザクションは、アドレス・バ
ス58上に与えられることによって課される順序付け要
件にはかかわらず、互いに重要な順序付け関係を有する
ことができる。たとえば、トランザクションは、SPA
RCアーキテクチャに含まれるMEMBAR命令などの
メモリ同期命令によって他のトランザクションから分離
することができる。プロセッサ16は、トランザクショ
ンを、それらが互いに実行される順に搬送する。トラン
ザクションは、出力待ち行列72内で順序付けされ、し
たがって、特定の出力待ち行列72から発行されるトラ
ンザクションは順序正しく実行されるはずである。特定
のアドレス・コントローラ52からのその後のトランザ
クションを無視することによって、特定の出力待ち行列
72に関するインオーダー規則を保存することができ
る。さらに、特定のプロセッサからのすべてのトランザ
クションを順序付けなくて済むことに留意されたい。し
かし、アドレス・バス58上で、どのトランザクション
を順序付けなければならないかと、どのトランザクショ
ンを順序付けなくてもよいかを判定することは困難であ
る。したがって、この実施形態で、論理ブロック62は
特定の出力待ち行列72からのすべてのトランザクショ
ンの順序を維持する。この規則の例外を許容するサブノ
ード50の他の実施形態が可能であることに留意された
い。
【0050】データ・コントローラ54は、データ・バ
ス60、メモリ部分56、キャッシュ18との間でデー
タをルーティングする。データ・コントローラ54は、
アドレス・コントローラ52と同様な入力待ち行列と出
力待ち行列とを含むことができる。一実施形態では、デ
ータ・コントローラ54は、バイト・スライス・バス構
成の複数の物理装置を使用する。
【0051】図3に示したプロセッサ16は、メモリ管
理装置(MMU)76Aないし76Bを含む。MMU7
6は、プロセッサ16上で実行される命令コードによっ
て生成されたデータ・アドレスと、命令アドレスに対し
て、仮想アドレス・物理アドレス変換を実行する。命令
の実行に応答して生成されるアドレスは仮想アドレスで
ある。言い換えれば、仮想アドレスは、命令コードのプ
ログラマによって作成されるアドレスである。仮想アド
レスは(MMU76内で具体化される)アドレス変換機
構を通過し、アドレス変換機構から対応する物理アドレ
スが作成される。物理アドレスは、メモリ22内の記憶
位置を識別する。
【0052】アドレス変換は多数の理由で実行される。
たとえば、アドレス変換機構を使用して、あるメモリ・
アドレスに対する特定のコンピューティング・タスクの
アクセスを許可または拒否することができる。このよう
に、あるコンピューティング・タスク内のデータおよび
命令は、他のコンピューティング・タスクのデータおよ
び命令から分離される。また、コンピューティング・タ
スクのデータおよび命令の各部分は、ハード・ディスク
・ドライブに「ページアウト」することができる。ある
部分がページアウトされると、その変換は無効化され
る。コンピューティング・タスクによるその部分へのア
クセス時には、変換が失敗しているために割り込みが行
われる。この割り込みによって、オペレーティング・シ
ステムは、ハード・ディスク・ドライブから対応する情
報を検索することができる。このように、メモリ22内
の実際のメモリよりも多くの仮想メモリを使用すること
ができる。仮想メモリの他の多くの用途が良く知られて
いる。
【0053】再び、図1に示したコンピュータ・システ
ム10を、図3に示したSMPノード12A実施形態と
共に参照すると分かるように、MMU76によって算出
される物理アドレスは、プロセッサ16が配置されたS
MPノード12に関連付けられたメモリ22内の位置を
定義するローカル物理アドレス(LPA)である。MT
AG68は、メモリ22内の各「コヒーレンシ単位」ご
とにコヒーレンシ状態を記憶する。SMPバス20上で
アドレス変換が実行されると、システム・インタフェー
ス論理ブロック62は、アクセスされたコヒーレンシ単
位に関する、MTAG68に記憶されているコヒーレン
シ状態を調べる。SMPノード12がこのアクセスを実
行するのに十分な、このコヒーレンシ単位へのアクセス
権を有することをコヒーレンシ状態が示している場合、
アドレス変換は続行する。しかし、トランザクションを
完了する前にコヒーレンシ活動を実行すべきであること
をコヒーレンシ状態が示している場合、システム・イン
タフェース論理ブロック62は無視信号70をアサート
する。論理ブロック62は、ネットワーク14上でコヒ
ーレンシ動作を実行し、適当なコヒーレンシ状態を得
る。適当なコヒーレンシ状態が得られると、論理ブロッ
ク62は、無視されたトランザクションをSMPバス2
0上で再発行する。それに続いて、トランザクションが
完了する。
【0054】一般的に言えば、特定の記憶位置(たとえ
ば、キャッシュまたはメモリ22)でコヒーレンシ単位
に関して維持されるコヒーレンシ状態は、そのSMPノ
ード12でのコヒーレンシ単位へのアクセス権を示す。
このアクセス権は、コヒーレンシ単位の妥当性と、その
SMPノード12内でコヒーレンシ単位のコピーに対し
て与えられている読取り/書込み許可を示す。一実施形
態では、コンピュータ・システム10によって使用され
るコヒーレンシ状態は、修正、所有、共用、無効であ
る。修正状態は、SMPノード12が対応するコヒーレ
ンシ単位を更新したことを示す。したがって、他のSM
Pノード12はこのコヒーレンシ単位のコピーを有さな
い。また、修正されたコヒーレンシ単位は、SMPノー
ド12から放棄されると、再びホーム・ノードに記憶さ
れる。所有状態は、このコヒーレンシ単位に対してSM
Pノード12が責任を負うが、他のSMPノード12が
コピーを共用している可能性があることを示す。この場
合も、コヒーレンシ単位は、SMPノード12から放棄
されると、再びホーム・ノードに記憶される。共用状態
は、SMPノード12がコヒーレンシ単位を読み取るこ
とはできるが、所有状態を得ないかぎり更新することは
できないことを示す。また、他のSMPノード12もこ
のコヒーレンシ単位のコピーを有する可能性がある。最
後に、無効状態は、SMPノード12がコヒーレンシ単
位のコピーを有さないことを示す。一実施形態では、修
正状態は、書込み許可を示すが、無効状態を除く状態
は、対応するコヒーレンシ単位への読取り許可を示す。
【0055】本明細書では、コヒーレンシ単位は、コヒ
ーレンシのために単位とみなされるメモリのいくつかの
連続バイトである。たとえば、コヒーレンシ単位内の1
バイトが更新された場合、コヒーレンシ単位全体が更新
されたとみなされる。特定の一実施形態では、コヒーレ
ンシ単位はキャッシュ・ラインであり、連続64バイト
を備える。しかし、コヒーレンシ単位が任意の数のバイ
トを備えることができることが理解されよう。
【0056】システム・インタフェース24は、変換記
憶域64を使用してローカル物理アドレスからグローバ
ル・アドレス(GA)への変換を記憶する変換機構も含
む。グローバル・アドレス内のあるビットは、そのグロ
ーバル・アドレスに関するコヒーレンシ情報が記憶され
ているアドレスのホーム・ノードを識別する。たとえ
ば、コンピュータ・システム10の実施形態は、図1の
SMPノードなど4つのSMPノード12を使用するこ
とができる。そのような実施形態では、グローバル・ア
ドレスの2ビットがホーム・ノードを識別する。グロー
バル・アドレスの最上位部分のビットはホーム・ノード
を識別するために使用されることが好ましい。同じビッ
トが、ローカル物理アドレスではNUMAアクセスを識
別するために使用される。LPAのビットが、ローカル
・ノードがホーム・ノードではないことを示す場合、そ
のLPAはグローバル・アドレスであり、トランザクシ
ョンはNUMAモードで実行される。したがって、オペ
レーティング・システムは、NUMAタイプ・ページの
場合はMMU76にグローバル・アドレスを置く。逆
に、オペレーティング・システムは、COMAタイプ・
ページの場合にはMMU76にLPAを置く。LPA
が、GAに等しくてよい(ホームが、LPAが与えられ
たノードのメモリ22内にある、NUMAアドレスなら
びにグローバル・アドレスの場合)ことに留意された
い。また、LPAは、他のSMPノード12にホームを
有するデータのコピーを記憶するために使用される記憶
位置を識別するときはGAに変換することができる。
【0057】特定のホーム・ノードのディレクトリ66
は、どのSMPノード12が、コピー間のコヒーレンシ
が維持できるようにホーム・ノードに割り当てられた所
与のグローバル・アドレスに対応するデータのコピーを
有するかを識別する。また、ホーム・ノードのディレク
トリ66は、コヒーレンシ単位を所有するSMPノード
12を識別する。したがって、キャッシュ18とプロセ
ッサ16との間のローカル・コヒーレンシはスヌーピン
グを介して維持され、それに対してシステム・ワイド
(またはグローバル)コヒーレンシはMTAG68およ
びディレクトリ66を使用して維持される。ディレクト
リ66は、SMPノード12Aに割り当てられた(すな
わち、SMPノード12Aがホーム・ノードである)コ
ヒーレンシ単位に対応するコヒーレンシ情報を記憶す
る。
【0058】図3の実施形態では、ディレクトリ66お
よびMTAG68が各コヒーレンシ単位ごとに情報を記
憶することに留意されたい。逆に、変換記憶域64は、
ページに関して定義されたローカル物理・グローバル変
換を記憶する。ページは、複数のコヒーレンシ単位を含
み、通常、サイズが数キロバイト、あるいは場合によっ
ては数メガバイトである。
【0059】したがって、ソフトウェアは、ページごと
にローカル物理アドレス・グローバル・アドレス変換を
作成する(それによって、リモートに記憶されているグ
ローバル・ページのコピーを記憶するローカル・メモリ
・ページを割り振る)。したがって、メモリ22のブロ
ックはページごとにも特定のグローバル・アドレスに割
り振られる。しかし、前述のように、コヒーレンシ状態
およびコヒーレンシ活動はコヒーレンシ単位上で実行さ
れる。したがって、メモリの特定のグローバル・アドレ
スにページが割り振られたときに、ページに対応するデ
ータは必ずしも、割り振られたメモリへ転送されるわけ
ではない。その代わり、プロセッサ16がページ内の様
々なコヒーレンシ単位にアクセスすると、それらのコヒ
ーレンシ単位はコヒーレンシ単位の所有者から転送され
る。このように、SMPノード12Aから実際にアクセ
スされたデータは、対応するメモリ22へ転送される。
SMPノード12Aからアクセスされないデータは転送
できず、そのため、メモリ22内のページの割り振り時
にデータのページを転送する実施形態と比べてネットワ
ーク14上の全体的な帯域幅使用度が低減する。
【0060】一実施形態では、変換記憶域64、または
ディレクトリ66、またはMTAG68、あるいはそれ
らの組合せはそれぞれ、関連する変換、ディレクトリ、
MTAG情報の一部しか記憶しないキャッシュでよいこ
とに留意されたい。変換、ディレクトリ、MTAG情報
の全体は、メモリ22内のテーブルまたは専用メモリ記
憶域(図示せず)に記憶される。アクセスに必要な情報
が対応するキャッシュにない場合、テーブルはシステム
・インタフェース24からアクセスされる。
【0061】次に、図4を参照すると、例示的なディレ
クトリ・エントリ71が示されている。ディレクトリ・
エントリ71は、図3に示したディレクトリ66の一実
施形態によって使用することができる。ディレクトリ6
6の他の実施形態は、異なるディレクトリ・エントリを
使用することができる。ディレクトリ・エントリ71
は、有効ビット73と、書き直しビット75と、所有者
フィールド77と、共用者フィールド79とを含む。デ
ィレクトリ・エントリ71は、ディレクトリ・エントリ
のテーブル内に存在し、対応するコヒーレンシ単位を識
別するグローバル・アドレスを介してテーブル内に配置
される。具体的には、コヒーレンシ単位に関連付けられ
たディレクトリ・エントリ71は、コヒーレンシ単位を
識別するグローバル・アドレスで形成されたオフセット
位置にあるディレクトリ・エントリのテーブル内に記憶
される。
【0062】有効ビット73は、セットされると、ディ
レクトリ・エントリ71が有効である(すなわち、その
ディレクトリ・エントリ71は、対応するコヒーレンシ
単位に関するコヒーレンシ情報を記憶している)ことを
示す。有効ビット73は、クリアされると、そのディレ
クトリ・エントリ71が無効であることを示す。
【0063】所有者フィールド77は、1つのSMPノ
ード12をコヒーレンシ単位の所有者として識別する。
所有側SMPノード12Aないし12Dは、コヒーレン
シ単位を修正状態と所有状態のどちらかで維持する。通
常、所有側SMPノード12Aないし12Dは、コヒー
レンシ単位を修正状態で得る(下記の図15を参照され
たい)。それに続いて、所有側SMPノード12Aない
し12Dは、コヒーレンシ単位のコピーを他のSMPノ
ード12Aないし12Dに与える際に所有状態に遷移す
ることができる。他のSMPノード12Aないし12D
はコヒーレンシ単位を共用状態で得る。一実施形態で
は、所有者フィールド77は、4つのSMPノード12
Aないし12Dのうちの1つをコヒーレンシ単位の所有
者として識別するようにコード化された2つのビットを
備える。
【0064】共用者フィールド79は、各SMPノード
12Aないし12Dに割り当てられた1つのビットを含
む。SMPノード12Aないし12Dがコヒーレンシ単
位の共用コピーを維持している場合、共用者フィールド
79内の対応するビットがセットされる。逆に、SMP
ノード12Aないし12Dがコヒーレンシ単位の共用コ
ピーを維持していない場合、共用者フィールド79内の
対応するビットはクリアされる。このように、共用者フ
ィールド79は、図1のコンピュータ・システム10内
に存在するコヒーレンシ単位のすべての共用コピーを示
す。
【0065】書き直しビット75は、セットされると、
所有者フィールド77を介してコヒーレンシ単位の所有
者として識別されたSMPノード12Aないし12Dが
コヒーレンシ単位の更新済みコピーをホームSMPノー
ド12に書き込んだことを示す。ビット75は、クリア
されると、所有側SMPノード12Aないし12Dがコ
ヒーレンシ単位の更新済みコピーをホームSMPノード
12Aないし12Dに書き込んでいないことを示す。
【0066】次に図5を参照すると、システム・インタ
フェース24の一実施形態のブロック図が示されてい
る。図5に示したように、システム・インタフェース2
4は、ディレクトリ66と、変換記憶域64と、MTA
G68とを含む。変換記憶域64は、グローバル・アド
レス・ローカル物理アドレス(GA2LPA)変換装置
80およびローカル物理アドレス・グローバル・アドレ
ス(LPA2GA)変換装置82として示されている。
【0067】システム・インタフェース24は、SMP
バス20またはネットワーク14上で実行すべきトラン
ザクションを記憶するための入力待ち行列と出力待ち行
列も含む。具体的には、図の実施形態では、システム・
インタフェース24は、ヘッダ・パケットをネットワー
ク14との間でバッファするための入力ヘッダ待ち行列
84と出力ヘッダ待ち行列86とを含む。ヘッダ・パケ
ットは、実行すべき動作を識別し、その後に続くデータ
・パケットの数およびフォーマットを指定する。出力ヘ
ッダ待ち行列86は、ネットワーク14上で送信すべき
ヘッダ・パケットをバッファし、入力ヘッダ待ち行列8
4は、システム・インタフェース24が、受け取ったヘ
ッダ・パケットを処理するまで、ネットワーク14から
受け取ったヘッダ・パケットをバッファする。同様に、
データ・パケットは、データがそれぞれ、SMPデータ
・バス60およびネットワーク14上で転送されるまで
入力データ待ち行列88および出力データ待ち行列90
にバッファされる。
【0068】SMP出力待ち行列92、SMP入力待ち
行列94、SMP入出力入力待ち行列(PIQ)96
は、アドレス・バス58との間でアドレス・トランザク
ションをバッファするために使用される。SMP出力待
ち行列92は、アドレス・バス58上のシステム・イン
タフェース24から与えられるトランザクションをバッ
ファする。無視されたトランザクションに関するコヒー
レンシ活動の完了に応答して待機させられた再発行トラ
ンザクションは、SMP出力待ち行列92にバッファさ
れる。また、ネットワーク14から受け取られたコヒー
レンシ活動に応答して生成されたトランザクションは、
SMP出力待ち行列92にバッファされる。SMP入力
待ち行列94は、システム・インタフェース24によっ
て処理されるコヒーレンシ関連トランザクションを記憶
する。逆にSMP PIQ96は、他のSMPノード1
2に存在する入出力インタフェースへ搬送される入出力
トランザクションを記憶する。入出力トランザクション
は一般に、非コヒーレントとみなされ、したがってコヒ
ーレンシ活動を生成しない。
【0069】SMP入力待ち行列94およびSMP P
IQ96は、トランザクション・フィルタ98から、待
機させるべきトランザクションを受け取る。トランザク
ション・フィルタ98はMTAG68およびSMPアド
レス・バス58に結合される。トランザクション・フィ
ルタ98は、他のSMPノード12上の入出力インタフ
ェースを識別する入出力トランザクションをアドレス・
バス58上で検出した場合、そのトランザクションをS
MP PIQ96に入れる。LPAアドレスへのコヒー
レント・トランザクションがトランザクション・フィル
タ98によって検出された場合、MTAG68から得た
対応するコヒーレンシ状態が調べられる。トランザクシ
ョン・フィルタ98は、コヒーレンシ状態に応じて、無
視信号70をアサートすることができ、コヒーレンシ・
トランザクションをSMP入力待ち行列94で待機させ
ることができる。コヒーレント・トランザクションを実
行するのに十分な、コヒーレンシ単位へのアクセス権
が、SMPノード12Aによって維持されていないこと
をMTAG68が示している場合には、無視信号70が
アサートされ、コヒーレンシ・トランザクションが待機
させられる。逆に、SMPノード12Aによって十分な
アクセス権が維持されていることをMTAG68が示し
ている場合、無視信号70がアサート解除されコヒーレ
ンシ・トランザクションは生成されない。
【0070】SMP入力待ち行列94およびSMP P
IQ96からのトランザクションは、システム・インタ
フェース24内の要求エージェント100によって処理
される。LPA2GA変換装置82は、要求エージェン
ト100による動作の前に、トランザクションのアドレ
ス(LPAアドレスである場合)を、SMPアドレス・
バス58上に与えられるローカル物理アドレスから、対
応するグローバル・アドレスに変換する。要求エージェ
ント100は次いで、グローバル・アドレスによって識
別されたホーム・ノードへ送られる特定のコヒーレンシ
要求を指定するヘッダ・パケットを生成する。このコヒ
ーレンシ要求は出力ヘッダ待ち行列86に入れられる。
それに続いて、コヒーレンシ応答が入力ヘッダ待ち行列
84で受け取られる。要求エージェント100は、入力
ヘッダ待ち行列84から得たコヒーレンシ応答を処理
し、場合によっては(下記で説明するように)SMP出
力待ち行列92に関する再発行トランザクションを生成
する。
【0071】システム・インタフェース24には、ホー
ム・エージェント102とスレーブ・エージェント10
4とが含まれる。ホーム・エージェント102は、入力
ヘッダ待ち行列84から受け取ったコヒーレンシ要求を
処理する。ホーム・エージェント102は、特定のグロ
ーバル・アドレスに関してディレクトリ66に記憶され
ているコヒーレンシ情報から、他のSMPノード12内
の1つまたは複数のスレーブ・エージェントへコヒーレ
ンシ・デマンドを送信すべきかどうかを判定する。一実
施形態では、ホーム・エージェント102は、影響を受
けるコヒーレンシ単位に対応するコヒーレンシ情報をブ
ロックする。言い換えれば、そのコヒーレンシ単位に関
連するその後の要求は、コヒーレンシ要求に対応するコ
ヒーレンシ活動が完了するまで実行されない。一実施形
態によれば、ホーム・エージェント102は、(入力ヘ
ッダ待ち行列84を介して)コヒーレンシ要求を開始し
た要求エージェントからコヒーレンシ完了を受け取る。
コヒーレンシ完了は、コヒーレンシ活動が完了したこと
を示す。ホーム・エージェント102は、コヒーレンシ
完了を受け取ると、影響を受けるコヒーレンシ単位に対
応するコヒーレンシ情報上のブロックを削除する。コヒ
ーレンシ情報がコヒーレンシ活動が完了するまでブロッ
クされるので、ホーム・エージェント102が、コヒー
レンシ要求の受信時にただちに実行されたコヒーレンシ
活動に応じてコヒーレンシ情報を更新できることに留意
されたい。特定の一実施形態では、ホーム・エージェン
ト102は、コヒーレンシ単位に関する他のリード・ツ
ー・シェアNUMA要求が未処理である場合、リード・
ツー・シェアNUMA要求に関してはコヒーレンシ単位
をブロックしない。
【0072】スレーブ・エージェント104は、コヒー
レンシ・デマンドを入力ヘッダ待ち行列84を介して他
のSMPノード12のホーム・エージェントから受け取
る。スレーブ・エージェント104は、特定のコヒーレ
ンシ・デマンドに応答して、コヒーレンシ・トランザク
ションをSMP出力待ち行列92で待機させる。一実施
形態では、コヒーレンシ・トランザクションによって、
キャッシュ18およびプロセッサ16の内部のキャッシ
ュは、影響を受けるコヒーレンシ単位を無効化すること
ができる。コヒーレンシ単位がキャッシュ内で修正され
た場合、修正済みデータはシステム・インタフェース2
4へ転送される。別法として、コヒーレンシ・トランザ
クションによって、キャッシュ18およびプロセッサ1
6の内部のキャッシュは、コヒーレンシ単位のコヒーレ
ンシ状態を共用に変更することができる。スレーブ・エ
ージェント104は、コヒーレンシ・デマンドに応答し
て活動を完了した後、コヒーレンシ・デマンドに対応す
るコヒーレンシ要求を開始した要求エージェントへコヒ
ーレンシ応答を送る。コヒーレンシ応答は、出力ヘッダ
待ち行列86で待機させられる。コヒーレンシ・デマン
ドに応答して活動を実行する前に、コヒーレンシ・デマ
ンドと共に受け取られたグローバル・アドレスは、GA
2LPA変換装置80を介してローカル物理アドレスに
変換される。
【0073】一実施形態によれば、要求エージェント1
00、ホーム・エージェント102、スレーブ・エージ
ェント104によって実行されるコヒーレンシ・プロト
コルは書込み無効化ポリシーを含む。言い換えれば、S
MPノード12内のプロセッサ16があるコヒーレンシ
単位を更新すると、他のSMPノード12内に記憶され
ているそのコヒーレンシ単位のコピーは無効化される。
しかし、他の実施形態では他の書込みポリシーを使用す
ることができる。たとえば、書込み更新ポリシーを使用
することができる。書込み更新ポリシーによれば、ある
コヒーレンシ単位が更新されると、更新済みデータは各
SMPノード12に記憶されているそのコヒーレンシ単
位の各コピーへ送られる。
【0074】次に図6を参照すると、要求エージェント
100に対応するSMPノード12内のSMPバス20
上の特定のトランザクションに応答して、第1のSMP
ノード12Aないし12D(「要求側ノード」)の要求
エージェント100と第2のSMPノード12Aないし
12D(「ホーム・ノード」)のホーム・エージェント
102と第3のSMPノード12Aないし12D(「ス
レーブ・ノード」)のスレーブ・エージェント104と
の間で実行される通常のコヒーレンシ活動を示す図が示
されている。図1に示すようなコンピュータ・システム
10の一実施形態によって使用される特定のコヒーレン
シ活動を、下記で図11ないし15に関して詳しく説明
する。この説明の残りの部分全体にわたって、参照符号
100、102、104は、要求エージェント、ホーム
・エージェント、スレーブ・エージェントを識別するた
めに使用される。エージェントが他のエージェントと通
信する際、2つのエージェントがそれぞれの異なるSM
Pノード12Aないし12Dに存在することが多いこと
を理解されたい。
【0075】要求エージェント100は、SMPバス2
0からトランザクションを受け取ると、トランザクショ
ンに適したコヒーレンシ要求を形成し、トランザクショ
ンのアドレスに対応するホーム・ノードへコヒーレンシ
要求を送る(参照符号110)。コヒーレンシ要求は、
要求エージェント100から要求されたアクセス権なら
びに影響を受けるコヒーレンシ単位のグローバル・アド
レスを示す。要求されたアクセス権は、要求エージェン
ト100に対応するSMPノード12で試みられている
トランザクションの実行を可能にするのに十分なもので
ある。
【0076】ホーム・エージェント102は、コヒーレ
ンシ要求を受け取ると、関連するディレクトリ66にア
クセスし、どのSMPノード12が、影響を受けるコヒ
ーレンシ単位のコピーを記憶しているかを判定する。ま
た、ホーム・エージェント102はコヒーレンシ単位の
所有者を判定する。ホーム・エージェント102は、影
響を受けるコヒーレンシ単位のコピーを記憶している各
ノードのスレーブ・エージェント104と、影響を受け
るコヒーレンシ単位に対する所有コヒーレンシ状態を有
するノードのスレーブ・エージェント104へのコヒー
レンシ・デマンドを生成することができる(参照符号1
12)。コヒーレンシ・デマンドは、受信側SMPノー
ド12内の影響を受けるコヒーレンシ単位の新しいコヒ
ーレンシ状態を示す。コヒーレンシ要求が未処理なの
で、ホーム・エージェント102は、影響を受けるコヒ
ーレンシ単位に関連するその後のコヒーレンシ要求がホ
ーム・エージェント102によって開始されないよう
に、影響を受けるコヒーレンシ単位に対応するコヒーレ
ンシ情報をブロックする。また、ホーム・エージェント
102は、コヒーレンシ要求が完了したことを反映する
ようにコヒーレンシ情報を更新する。
【0077】ホーム・エージェント102は、要求エー
ジェント100へコヒーレンシ応答を送ることもできる
(参照符号114)。コヒーレンシ応答は、スレーブ・
エージェント104から発行されるコヒーレンシ応答の
数を示すことができる。別法として、ある種のトランザ
クションは、スレーブ・エージェント104との対話な
しで完了することができる。たとえば、ホーム・エージ
ェント102を含むSMPノード12内の入出力インタ
フェース26を目標とする入出力トランザクションは、
ホーム・エージェント102によって完了することがで
きる。ホーム・エージェント102は、関連するSMP
バス20に関するトランザクションを待機させ(参照符
号116)、次いで、トランザクションが完了したこと
を示す応答を送ることができる。
【0078】スレーブ・エージェント104は、ホーム
・エージェント102からのコヒーレンシ・デマンドに
応答して、関連するSMPバス20上に与えるトランザ
クションを待機させることができる(参照符号11
8)。また、スレーブ・エージェント104は要求エー
ジェント100へコヒーレンシ応答を送る(参照符号1
20)。コヒーレンシ応答は、特定のコヒーレンシ要求
に応答して受け取られたコヒーレンシ・デマンドがその
スレーブによって完了したことを示す。コヒーレンシ応
答は、コヒーレンシ・デマンドが完了したとき、あるい
はコヒーレンシ・デマンドが、対応するSMPノード1
2上で確実に完了し、影響を受けるコヒーレンシ単位に
対する状態変化がコヒーレンシ・デマンドが完了するよ
りも前に実行される、コヒーレンシ・デマンドが完了す
るよりも前の時間に、スレーブ・エージェント104に
よって送られる。
【0079】要求エージェント100は、影響を受ける
各スレーブ・エージェント104からコヒーレンシ応答
を受け取ると、ホーム・エージェント102へコヒーレ
ンシ完了を送る(参照符号122)。ホーム・エージェ
ント102は、コヒーレンシ完了を受け取ると、対応す
るコヒーレンシ情報からブロックを削除する。要求エー
ジェント100は、再発行トランザクションを、SMP
バス20上で実行できるように待機させ、SMPノード
12内でトランザクションを完了することができる(参
照符号124)。
【0080】コヒーレンシ要求を発行した要求エージェ
ント100によって各コヒーレンシ要求に固有のタグが
割り当てられることに留意されたい。その後に続くコヒ
ーレンシ・デマンド、コヒーレンシ応答、コヒーレンシ
完了はこのタグを含む。このように、特定のコヒーレン
シ要求に関するコヒーレンシ活動は、関連する各エージ
ェントによって識別することができる。さらに、非コヒ
ーレント・トランザクション(たとえば、入出力トラン
ザクション)に応答して非コヒーレント動作を実行でき
ることに留意されたい。非コヒーレント動作は、要求側
ノードとホーム・ノードしか使用しないものでよい。さ
らに、ホーム・エージェント102によって各コヒーレ
ンシ要求に異なる固有のタグを割り当てることができ
る。それぞれの異なるタグは、ホーム・エージェント1
02を識別し、要求側のタグの代わりにコヒーレンシ完
了を表すために使用される。
【0081】次に図7を参照すると、SMPバス20上
でのリード・ツー・オウン・トランザクションに応答し
たコンピュータ・システム10の例示的な実施形態に関
するコヒーレンシ活動を示す図が示されている。リード
・ツー・オウン・トランザクションが実行されるのは、
プロセッサ16によって要求された特定のデータに関し
てキャッシュ・ミスが検出され、プロセッサ16がコヒ
ーレンシ単位への書込み許可を要求したときである。ス
トア・キャッシュ・ミスはたとえば、リード・ツー・オ
ウン・トランザクションを生成することができる。
【0082】要求エージェント100、ホーム・エージ
ェント102、いくつかのスレーブ・エージェント10
4を図7に示す。SMPバス20からリード・ツー・オ
ウン・トランザクションを受け取ったノードは、影響を
受けるコヒーレンシ単位を無効状態で記憶する(たとえ
ば、コヒーレンシ単位はそのノードには記憶されな
い)。要求ノード100の下付き文字「i」は無効状態
を示す。ホーム・ノードは、コヒーレンシ単位を共用状
態で記憶し、いくつかのスレーブ・エージェント104
に対応するノードもコヒーレンシ単位を共用状態で記憶
する。ホーム・エージェント102およびスレーブ・エ
ージェント104の下付き文字「s」は、それらのノー
ドでの共用状態を示す。リード・ツー・オウン動作は、
要求されたコヒーレンシ単位を要求側ノードへ転送させ
る。要求側ノードはコヒーレンシ単位を修正状態で受け
取る。
【0083】要求エージェント100は、SMPバス2
0からリード・ツー・オウン・トランザクションを受け
取ると、コヒーレンシ単位のホーム・ノードへリード・
ツー・オウン・コヒーレンシ要求を送る(参照符号13
0)。受信側ホーム・ノードのホーム・エージェント1
02は、1つまたは複数の他のノードに関する共用状態
を検出する。スレーブ・エージェントが所有状態ではな
く共用状態であるので、ホーム・ノードは、要求された
データを直接供給することができる。ホーム・エージェ
ント102は、要求されたコヒーレンシ単位に対応する
データを含むデータ・コヒーレンシ応答を要求エージェ
ント100へ送る(参照符号132)。データ・コヒー
レンシ応答は、要求エージェント100がデータの所有
権を得る前に他のノードのスレーブ・エージェントから
受信すべき肯定応答の数も示す。ホーム・エージェント
102は、要求側SMPノード12Aないし12Dがコ
ヒーレンシ単位の所有者であり、他のSMPノード12
Aないし12Dがそれぞれ無効であることを示すように
ディレクトリ66を更新する。要求エージェント100
からのコヒーレンシ完了の受信時に、コヒーレンシ単位
に関するコヒーレンシ情報がブロック解除されると、デ
ィレクトリ66は各SMPノード12でのコヒーレンシ
単位の状態に一致する。
【0084】ホーム・エージェント102は、影響を受
けるコヒーレンシ単位の共用コピーを維持している各ス
レーブ・エージェント104へ無効化コヒーレンシ・デ
マンドを送る(参照符号134A、134B、134
C)。無効化コヒーレンシ・デマンドは、受信側スレー
ブ・エージェントにノード内の対応するコヒーレンシ単
位を無効化させ、無効化が完了したことを示す肯定コヒ
ーレンシ応答を要求側ノードへ送信させる。各スレーブ
・エージェント104は、コヒーレンシ単位の無効化を
完了し、それに続いて肯定コヒーレンシ応答を送る(参
照符号136A、136B、136C)。一実施形態で
は、各肯定応答は、コヒーレンシ単位に関して要求エー
ジェント100によって受け取られる応答の総数のカウ
ントを含む。
【0085】要求エージェント100は、スレーブ・エ
ージェント104から各肯定コヒーレンシ応答を受信し
ホーム・エージェント102からデータ・コヒーレンシ
応答を受け取った後、ホーム・エージェント102へコ
ヒーレンシ完了を送る(参照符号138)。要求エージ
ェント100は、そのローカル・メモリ内のコヒーレン
シ単位を無効化し、ホーム・エージェント102は、対
応するコヒーレンシ情報に対するブロックを解除する。
データ・コヒーレンシ応答132および肯定コヒーレン
シ応答136が、特に各ノード内の未処理のトランザク
ションの数に応じて任意の順序で受信できることに留意
されたい。
【0086】次に図8を参照すると、要求エージェント
100によって使用される例示的な状態マシンを示すフ
ローチャート140が示されている。要求エージェント
100は、フローチャート140で表した状態マシンの
複数の独立のコピーを含むことができ、そのため、複数
の要求を並行して処理することができる。
【0087】要求エージェント100は、SMP入力待
ち行列94からトランザクションを受け取ると、要求準
備完了状態142を開始する。要求準備完了状態142
では、要求エージェント100は、影響を受けるコヒー
レンシ単位のグローバル・アドレスで識別されるホーム
・ノードに存在するホーム・エージェント102へコヒ
ーレンシ要求を送る。要求エージェント100は、コヒ
ーレンシ要求を送ると、要求アクティブ状態144に遷
移する。要求アクティブ状態144中に、要求エージェ
ント100はスレーブ・エージェント104から(およ
び任意選択でホーム・エージェント102から)コヒー
レンシ応答を受け取る。各コヒーレンシ応答が受け取ら
れると、要求エージェント100は、コヒーレンシ活動
を開始したトランザクションのタイプに応じて新しい状
態に遷移する。また、要求活動状態142は、タイマを
使用して、所定のタイムアウト期間内にコヒーレンシ応
答が受け取られなかったことを検出することができる。
ホーム・エージェント102によって指定された応答の
数を受け取る前にタイマが満了した場合、要求エージェ
ント100はエラー状態に遷移する(図示せず)。さら
に、ある種の実施形態は、読取り転送が失敗したことを
示す応答を使用することができる。そのような応答が受
け取られた場合、要求エージェント100は、要求準備
完了状態142に遷移し再び読取りを試みる。
【0088】エラーやタイムアウトなしで応答が受け取
られた場合、状態は読取りトランザクションに関しては
要求エージェント100によって読取り完了状態146
に遷移する。読取りトランザクションの場合、受け取ら
れる応答のうちの1つに、要求されたコヒーレンシ単位
に対応するデータを含めることができることに留意され
たい。要求エージェント100は、SMPバス20上で
読取りトランザクションを再発行し、さらにホーム・エ
ージェント102へコヒーレンシ完了を送る。それに続
いて、要求エージェント100はアイドル状態148に
遷移する。次いで、図8に示した状態マシンを使用し
て、要求エージェント100によって新しいトランザク
ションを処理することができる。
【0089】逆に、書込みトランザクションには書込み
アクティブ状態150および無視書込み再発行状態15
2が使用される。コンピュータ・システム10のある種
の書込みトランザクションでは、ネットワーク14上で
コヒーレンシ活動が開始されても、無視信号70はアサ
ートされない。たとえば、入出力書込みトランザクショ
ンは無視されない。書込みデータは、システム・インタ
フェース24へ転送され、そこに記憶される。SMPバ
ス20上での書込みトランザクションのデータ・フェー
ズよりも前にコヒーレンシ応答が受け取られた場合にシ
ステム・インタフェース24へデータを転送できるよう
に、非無視書込みトランザクションには書込みアクティ
ブ状態150が使用される。対応するデータが受け取ら
れた後、要求エージェント100は書込み完了状態15
4に遷移する。書込み完了状態154中に、コヒーレン
シ完了応答がホーム・エージェント102へ送られる。
それ続いて、要求エージェント100がアイドル状態1
48に遷移する。
【0090】無視された書込みトランザクションは、無
視書込み再発行状態152への遷移を介して処理され
る。無視書込み再発行状態152中に、要求エージェン
ト100は、無視された書込みトランザクションをSM
Pバス20上で再発行する。このように、書込みデータ
を送信側プロセッサ16から転送することができ、対応
する書込みトランザクションをプロセッサ16によって
解除することができる。要求エージェント100は、書
込みデータをコヒーレンシ完了と共に送信すべきかどう
かに応じて、無視書込みアクティブ状態156と無視書
込み完了状態158のどちらかに遷移する。無視書込み
アクティブ状態156は、書込みアクティブ状態150
と同様に、SMPバス20からのデータ転送を待つため
に使用される。無視書込み完了状態158中に、ホーム
・エージェント102へコヒーレンシ完了が送られる。
それに続いて、要求エージェント100がアイドル状態
148に遷移する。要求エージェント100は、SMP
入力待ち行列94からトランザクションを受け取ると、
アイドル状態148から要求準備完了状態142に遷移
する。
【0091】次に図9を参照すると、ホーム・エージェ
ント102に関する例示的な状態マシンを示すフローチ
ャート160が示されている。ホーム・エージェント1
02は、それに対する複数の未処理の要求を処理できる
ように、フローチャート160で表した状態マシンの複
数の独立のコピーを含むことができる。しかし、一実施
形態によれば、複数の未処理の要求が同じコヒーレンシ
単位に影響を与えることはない。
【0092】ホーム・エージェント102は、要求受信
状態162でコヒーレンシ要求を受け取る。この要求
は、コヒーレント要求とその他のトランザクション要求
のどちらかとして分類することができる。一実施形態に
よれば、他のトランザクション要求には、入出力読取り
要求および入出力書込み要求と、割り込み要求と、管理
要求を含めることができる。非コヒーレント要求は、状
態164の間にSMPバス20上でトランザクションを
送ることによって処理される。それに続いて、コヒーレ
ンシ完了が送られる。コヒーレンシ完了の受信時に、入
出力書込みトランザクションおよび割り込み許可トラン
ザクションによって、ホーム・ノード内のSMPバス2
0上でデータ・トランザクションが送られる(データ専
用状態165)。データが転送されると、ホーム・エー
ジェント102はアイドル状態166に遷移する。別法
として、コヒーレンシ完了の受信時に、入出力読取りト
ランザクション、管理トランザクション、割り込み拒否
トランザクションによって、アイドル状態への遷移が行
われる。
【0093】逆に、ホーム・エージェント102は、コ
ヒーレンシ要求を受け取ると検査状態168に遷移す
る。検査状態168は、コヒーレンシ要求の影響を受け
るコヒーレンシ単位に関してコヒーレンシ活動が進行中
であるかどうかを検出するために使用される。コヒーレ
ンシ活動が進行中である(すなわち、コヒーレンシ情報
がブロックされている)場合、ホーム・エージェント1
02は、進行中のコヒーレンシ活動が完了するまで検査
状態168のままである。それに続いて、ホーム・エー
ジェント102は設定状態170に遷移する。
【0094】設定状態170中に、ホーム・エージェン
ト102は、ブロックすべき影響を受けるコヒーレンシ
単位に対応するコヒーレンシ情報を記憶するディレクト
リ・エントリの状況を設定する。ブロック状況によっ
て、影響を受けるコヒーレンシ単位へのその後の活動の
進行が妨げられ、コンピュータ・システム10のコヒー
レンシ・プロトコルが簡略化される。ホーム・エージェ
ント102は、受け取ったコヒーレンシ要求に対応する
トランザクションの読取り特性または書込み特性に応じ
て、読取り状態172または書込み応答状態174に遷
移する。
【0095】ホーム・エージェント102は、読取り状
態172中に、読取りトランザクションに関して更新さ
れるコヒーレンシ・デマンドをスレーブ・エージェント
104に発行する。ホーム・エージェント102は、要
求エージェント100からコヒーレンシ完了が受け取ら
れるまで読取り状態172のままであり、その後、ブロ
ック状況クリア状態176に遷移する。読取りを求める
コヒーレンシ要求が失敗する可能性のある実施形態で
は、ホーム・エージェント102は、読取りトランザク
ションの失敗を示すコヒーレンシ完了を受け取ると、影
響を受けるディレクトリ・エントリの状態をコヒーレン
シ要求の前の状態に復元する。
【0096】書込み状態174中に、ホーム・エージェ
ント102は要求エージェント100へコヒーレンシ応
答を送る。ホーム・エージェント102は、要求エージ
ェント100からコヒーレンシ完了が受け取られるまで
応答書込み状態174のままである。コヒーレンシ完了
と共にデータが受け取られた場合、ホーム・エージェン
ト102は書込みデータ状態178に遷移する。別法と
して、ホーム・エージェント102は、データを含まな
いコヒーレンシ完了を受け取ったときに、ブロック状況
クリア状態176に遷移する。
【0097】ホーム・エージェント102は、受け取っ
た書込みデータを転送するために、書込みデータ状態1
78中にSMPバス20上で書込みトランザクションを
発行する。たとえば、書込みストリーム動作(後述)に
よって、データがホーム・エージェント102へ転送さ
れる。ホーム・エージェント102は、受け取ったデー
タを、記憶するためにメモリ22へ送る。それに続い
て、ホーム・エージェント102はブロック状況クリア
状態176に遷移する。
【0098】ホーム・エージェント102は、ブロック
状況クリア状態176で受け取ったコヒーレンシ要求の
影響を受けるコヒーレンシ単位に対応するコヒーレンシ
情報のブロック状況をクリアする。それに続いて、コヒ
ーレンシ情報にアクセスすることができる。非ブロック
・コヒーレンシ情報内に存在する状態は、前に受け取っ
たコヒーレンシ要求によって開始されたコヒーレンシ活
動を反映する。ホーム・エージェント102は、対応す
るコヒーレンシ情報のブロック状況をクリアすることに
よって、アイドル状態166に遷移する。ホーム・エー
ジェント102は、コヒーレンシ要求を受け取ると、ア
イドル状態166から受信要求状態162に遷移する。
【0099】次に図10を参照すると、スレーブ・エー
ジェント104に関する例示的な状態マシンを示すフロ
ーチャート180が示されている。スレーブ・エージェ
ント104は、受信状態182中にコヒーレンシ・デマ
ンドを受け取る。スレーブ・エージェント104は、コ
ヒーレンシ・デマンドに応答して、SMPバス20上に
与えられるトランザクションを待機させる。このトラン
ザクションによって、キャッシュ18およびプロセッサ
16の内部のキャッシュの状態が、受け取ったコヒーレ
ンシ・デマンドに応じて変化する。スレーブ・エージェ
ント104は、このトランザクションを要求送信状態1
84の間待機させる。
【0100】応答送信状態186中に、スレーブ・エー
ジェント104は、トランザクションを開始した要求エ
ージェント100へコヒーレンシ応答を送する。様々な
実施形態によれば、スレーブ・エージェント104が、
SMPバス20に関するトランザクションを待機させ、
あるいはSMPバス20上のトランザクションが首尾良
く完了したときに要求送信状態184から応答送信状態
186に遷移できることに留意されたい。スレーブ・エ
ージェント104は、コヒーレンシ応答を送信した後、
アイドル状態188に遷移する。スレーブ・エージェン
ト104は、コヒーレンシ・デマンドを受け取るとアイ
ドル状態188から受信状態182に遷移することがで
きる。
【0101】次に図11ないし14を参照すると、例示
的なコヒーレンシ要求タイプ、コヒーレンシ・デマンド
・タイプ、コヒーレンシ応答タイプ、コヒーレンシ完了
タイプをリストしたいくつかの表が示されている。図1
1ないし14の表に示したタイプは、コンピュータ・シ
ステム10の一実施形態によって使用することができ
る。他の実施形態は、他の数組のタイプを使用すること
ができる。
【0102】図11は、コヒーレンシ要求のタイプをリ
ストした表190である。第1の列192は、下記の図
15で使用される各要求タイプのコードをリストしたも
のである。第2の列194は、コヒーレンシ要求タイプ
をリストしたものであり、第3の列196は、コヒーレ
ンシ要求の送信元を示すものである。図12ないし14
では、同様な列がコヒーレンシ・デマンド、コヒーレン
シ応答、コヒーレンシ完了に使用される。「R」は要求
エージェント100を示し、「S」はスレーブ・エージ
ェント104を示し、「H」はホーム・エージェント1
02を示す。
【0103】リード・ツー・シェア要求は、特定のSM
Pノードにコヒーレンシ単位が存在せず、SMPバス2
0からコヒーレンシ単位へのトランザクションの性質
上、コヒーレンシ単位への読取りアクセスが必要である
ときに実行される。たとえば、キャッシュ可能読取りト
ランザクションではリード・ツー・シェア要求が実行さ
れる。一般的に言えば、リード・ツー・シェア要求と
は、共用状態のコヒーレンシ単位のコピーを求める要求
である。同様に、リード・ツー・オウン要求とは、所有
状態のコヒーレンシ単位のコピーを求める要求である。
他のSMPノード内のコヒーレンシ単位のコピーは無効
状態に変更すべきである。リード・ツー・オウン要求
は、たとえばキャッシュ可能書込みトランザクションの
キャッシュ・ミスに応答して実行することができる。
【0104】読取りストリームおよび書込みストリーム
とは、コヒーレンシ単位全体の読取りまたは書込みを求
める要求である。これらの動作は通常、ブロック・コピ
ー動作に使用される。プロセッサ16およびキャッシュ
18は、読取りストリーム要求または書込みストリーム
要求に応答して与えられたデータはキャッシュしない。
その代わり、読取りストリーム要求の場合には、コヒー
レンシ単位がプロセッサ16へのデータとして与えら
れ、書込みストリーム要求の場合にはメモリ22にデー
タが書き込まれる。リード・ツー・シェア要求、リード
・ツー・オウン要求、読取りストリーム要求をCOMA
動作(たとえば、RTS、RTO、RS)またはNUM
A動作(たとえば、RTSN、RTON、RSN)とし
て実行できることに留意されたい。
【0105】書き直し要求は、コヒーレンシ単位のホー
ム・ノードにコヒーレンシ単位が書き込まれるときに実
行される。ホーム・ノードは、コヒーレンシ単位を書き
直す許可と共に応答する。コヒーレンシ単位は次いで、
コヒーレンシ完了と共にホーム・ノードに渡される。
【0106】無効要求は、他のSMPノード内のコヒー
レンシ単位のコピーを無効化するために実行される。無
効化要求が生成される例示的なケースは、共用または所
有されているコヒーレンシ単位への書込みストリーム・
トランザクションである。書込みストリーム・トランザ
クションではコヒーレンシ単位が更新され、したがって
他のSMPノード内のコヒーレンシ単位のコピーが無効
化される。
【0107】入出力読取りトランザクションおよび入出
力書込みトランザクションに応答して入出力読取り要求
および入出力書込み要求が送られる。入出力トランザク
ションは非コヒーレントである(すなわち、トランザク
ションはキャッシュされず、トランザクションに対して
コヒーレンシは維持されない)。入出力ブロック・トラ
ンザクションでは、通常の入出力トランザクションより
も大きな、データの一部が転送される。一実施形態で
は、ブロック入出力動作で64バイトの情報が転送さ
れ、それに対して非ブロック入出力トランザクションで
8バイトが転送される。
【0108】フラッシュ要求では、コヒーレンシ単位の
コピーが無効化される。修正されたコピーはホーム・ノ
ードへ返される。割り込み要求は、リモートSMPノー
ド内の特定の装置への割り込みを知らせるために使用さ
れる。割り込みは特定のプロセッサ16に与えることが
でき、そのプロセッサは、割り込みに応答して所定のア
ドレスに記憶されている割り込みサービス・ルーチンを
実行することができる。管理パケットはノード間である
種のリセット信号を送るために使用される。
【0109】図12は、例示的なコヒーレンシ・デマン
ド・タイプをリストした表198である。表190と同
様に、表198には列192、194、196が含まれ
る。リード・ツー・シェア・デマンドは、コヒーレンシ
単位の所有者へ搬送され、それによってその所有者は要
求側ノードへデータを送る。同様に、リード・ツー・オ
ウン・デマンドおよび読取りストリーム・デマンドによ
って、コヒーレンシ単位の所有者は要求側ノードへデー
タを送る。また、リード・ツー・オウン・デマンドによ
って、所有者は所有者ノード内のコヒーレンシ単位の状
態を無効に変更する。読取りストリーム・デマンドおよ
びリード・ツー・シェア・デマンドによって、所有者ノ
ードにおける状態が(修正から)所有に変更される。
【0110】無効化デマンドでは、対応するコヒーレン
シ単位は転送されない。その代わり、無効化デマンドで
はコヒーレンシ単位のコピーが無効化される。最後に、
管理デマンドは管理要求に応答して搬送される。各デマ
ンドが要求エージェント100からの要求に応答してホ
ーム・エージェント102によって開始されることを留
意されたい。
【0111】図13は、コンピュータ・システム10の
一実施形態によって使用される例示的な応答タイプをリ
ストした表200である。図11および12と同様に、
図13はコヒーレンシ応答に関する列192、194、
196を含む。
【0112】データ応答とは、要求されたデータを含む
応答である。所有者スレーブ・エージェントは通常、コ
ヒーレンシ要求に関するデータ応答を与える。しかし、
ホーム・エージェントは入出力読取り要求に関するデー
タを与えることができる。
【0113】肯定応答は、特定のコヒーレンシ要求に関
連するコヒーレンシ・デマンドが完了したことを示す。
スレーブ・エージェントは通常、肯定応答を与えるが、
ホーム・エージェントは、ホーム・ノードがコヒーレン
シ単位の所有者であるときに肯定応答を(データと共
に)与える。
【0114】スレーブ所有なし応答、アドレス・マップ
なし応答、エラー応答は、エラーが検出されたときにス
レーブ・エージェント104によって搬送される。コヒ
ーレンシ単位の所有者としてホーム・エージェント10
2によってスレーブが識別された場合およびスレーブが
もはやコヒーレンシ単位を所有していないときにスレー
ブ所有なし応答が送られる。対応するSMPバス20上
の装置が所有権を主張していないデマンドをスレーブが
受け取った場合にアドレス・マップなし応答が送られ
る。スレーブ・エージェントによって検出された他のエ
ラー条件はエラー応答を介して示される。
【0115】ホーム・エージェント102は、スレーブ
・エージェント104が使用できるエラー応答以外のエ
ラー応答を与えることができる。対応する要求がホーム
・エージェント102によるサービスを必要としていな
いことを示すために、ホーム・エージェント102によ
って否定肯定(NACK)および否定応答(NOPE)
が使用される。NACKトランザクションを使用して、
対応する要求がホーム・ノードによって拒否されたこと
を示すことができる。たとえば、割り込み要求は、受信
側ノードによって割り込みが拒否された場合にNACK
を受け取る。受信側ノードによって割り込みが受け入れ
られた場合には肯定応答(ACK)が搬送される。NO
PEトランザクションは、受信側ノードによって記憶さ
れていないコヒーレンシ単位のための対応するフラッシ
ュ要求が搬送されたことを示すために使用される。
【0116】図14は、コンピュータ・システム10の
一実施形態による例示的なコヒーレンシ完了タイプを示
す表202である。図14は、図11ないし13と同様
に、コヒーレンシ完了に関する列192、194、19
6を含む。
【0117】データなしの完了は、特定の要求が完了し
たことを示す、要求エージェント100からホーム・エ
ージェント102への信号として使用される。ホーム・
エージェント102は、これに応答して、対応するコヒ
ーレンシ情報をブロック解除する。SMPバス20上の
異なるトランザクションに対応する2種類のデータ完了
が含まれている。一方のタイプの再発行トランザクショ
ンでは、SMPバス20上でデータ・フェーズしか使用
されない。この再発行トランザクションは、一実施形態
では入出力書込みトランザクションおよび割り込みトラ
ンザクションに使用することができる。他方のタイプの
再発行トランザクションではアドレス・フェーズとデー
タ・フェーズの両方が使用される。書込みストリームや
書き直しなどのコヒーレント書込みは、アドレス・フェ
ーズとデータ・フェーズの両方を含む再発行トランザク
ションを使用することができる。最後に、要求された状
態を得ることに失敗した読取り要求に関する、失敗を示
す完了が含まれている。
【0118】次に図15を参照すると、SMPバス20
上の様々なトランザクションに対するコヒーレンシ活動
を示す表210が示されている。表210は、他のSM
Pノード12へ要求を送信させるトランザクションを示
す。SMPノード内で完了するトランザクションは示さ
れていない。列内の「−」は、特定の行内で考えられる
ケースではその列に関して実行される活動がないことを
示す。要求エージェント100によってSMPバス20
上で受け取られるトランザクションを示すトランザクシ
ョン列212が含まれている。MTAG列214は、ト
ランザクションに対応するアドレスによってアクセスさ
れるコヒーレンシ単位のMTAGの状態を示す。図の状
態は、前述のMOSI状態と「n」状態とを含む。
「n」状態は、コヒーレンシ単位が、トランザクション
が開始されたSMPノードではNUMAモードでアクセ
スされることを示す。したがって、コヒーレンシ単位の
ローカル・コピーは要求側ノード・メモリには記憶され
ない。その代わり、コヒーレンシ単位は、ホームSMP
ノード(または所有者ノード)から転送され、メモリ2
2に記憶されずに要求側プロセッサ16またはキャッシ
ュ18へ送られる。
【0119】要求列216は、トランザクションのアド
レスによって識別されるホーム・エージェントへ送られ
るコヒーレンシ要求をリストしたものである。ホーム・
エージェント102は、列216にリストしたコヒーレ
ンシ要求を受け取ると、ディレクトリ66に記録されて
いる要求側ノードのコヒーレンシ単位の状態を検査す
る。D列218は、要求側ノードに関して記録されるコ
ヒーレンシ単位の現状態をリストしたものであり、D’
列220は、受け取ったコヒーレンシ要求に応答してホ
ーム・エージェント102によって更新された、要求側
ノードに関して記録されるコヒーレンシ単位の状態をリ
ストしたものである。ホーム・エージェント102は、
コヒーレンシ単位の所有者への第1のコヒーレンシ・デ
マンドと、コヒーレンシ単位の共用コピーを維持してい
るノードへの追加コヒーレンシ・デマンドを生成するこ
とができる。所有者へ送られるコヒーレンシ・デマンド
を列222に示し、それに対して共用ノードへ送られる
コヒーレンシ・デマンドを列224に示す。さらに、ホ
ーム・エージェント102は要求側ノードへコヒーレン
シ応答を送ることができる。ホーム・エージェント応答
を列226に示す。
【0120】コヒーレンシ単位の所有者として示された
SMPノード内のスレーブ・エージェント104は、列
228に示したようにコヒーレンシ応答を送る。共用ノ
ードとして示されたノード内のスレーブ・エージェント
104は、受け取ったコヒーレンシ・デマンドで示され
た状態変化を実行した後に、列230に示したコヒーレ
ンシ応答を用いて、列224に示したコヒーレンシ・デ
マンドに応答する。
【0121】要求エージェント100は、適当な数のコ
ヒーレンシ応答を受け取ると、ホーム・エージェント1
02へコヒーレンシ完了を送る。様々なトランザクショ
ンに使用されるコヒーレンシ完了を列232に示す。
【0122】一例を挙げると、行234は、対応するM
TAG状態が無効であるSMPバス20上のリード・ツ
ー・シェア・トランザクションに対するコヒーレンシ活
動を示す。対応する要求エージェント100は、リード
・ツー・シェア・トランザクションに関連付けられたグ
ローバル・アドレスで識別されたホーム・ノードへリー
ド・ツー・シェア・コヒーレンシ要求を送る。行234
に示したケースでは、ホーム・ノードのディレクトリ
は、要求側ノードがデータを無効状態で記憶しているこ
とを示す。要求側ノードに関するホーム・ノードのディ
レクトリ内の状態は共用に更新され、ホーム・エージェ
ント102により、ディレクトリによって所有者として
示されたノードへリード・ツー・シェア・コヒーレンシ
・デマンドが送られる。トランザクションが共用状態を
得ようとするので、共用者へはデマンドは送信されな
い。所有者ノード内のスレーブ・エージェント104
は、コヒーレンシ単位に対応するデータを要求側ノード
へ送る。要求側ノード内の要求エージェント100は、
データを受け取るとホーム・ノード内のホーム・エージ
ェント102へコヒーレンシ完了を送る。したがって、
トランザクションが完了する。
【0123】D列218に示した状態がMTAG列21
4の状態に合致しないことがあることに留意されたい。
たとえば、行236は、MTAG列214では無効状態
のコヒーレンシ単位を示す。しかし、D列218内の対
応する状態は、修正でも、あるいは所有でも、あるいは
共用でもよい。そのような状況が発生するのは、コヒー
レンシ単位への現トランザクションに関するMTAG6
8へのアクセスがアドレス・バス58上で実行されると
きに、コヒーレンシ単位に関する要求側ノードからの前
のコヒーレンシ要求がコンピュータ・システム10内で
未処理であるときである。しかし、特定のアクセス時に
ディレクトリ・エントリがブロックされるので、未処理
の要求は、現要求によるディレクトリ66のアクセスよ
りも前に完了する。このため、生成されるコヒーレンシ
・デマンドは、(ディレクトリがアクセスされるときの
MTAG状態に合致する)ディレクトリ状態に依存す
る。行236に示した例では、コヒーレンシ単位が現
在、要求側ノードに存在していることをディレクトリが
示しているので、リード・ツー・シェア要求は、単に要
求側ノード内のSMPバス20上で読取りトランザクシ
ョンを再発行することによって完了することができる。
したがって、ホーム・ノードは、応答カウント1を含
め、要求に肯定応答し、それに続いて要求側ノードは読
取りトランザクションを再発行することができる。さら
に、表210には多数のタイプのトランザクションがリ
ストされているが、コンピュータ・システム10の様々
な実施形態に応じて他のトランザクションを使用できる
ことに留意されたい。
【0124】同期 次に図16を参照すると、システム・インタフェース2
4の一実施形態の一部のブロック図が示されている。要
求エージェント100が詳しく示されている。SMP入
力待ち行列94、SMP PIQ96、SMP出力待ち
行列92、トランザクション・フィルタ98も示されて
いる。トランザクション・フィルタ98は、SMPバス
20、SMP入力待ち行列94、SMP PIQ96、
要求エージェント100に結合される。SMP出力待ち
行列92、SMP入力待ち行列94、SMP PIQ9
6は要求エージェント100にも結合される。
【0125】無視信号70がアサートされた、SMPバ
ス20上に与えられた各トランザクションは、後で再発
行できるようにシステム・インタフェース24によって
記憶される。前述のように、影響を受けるコヒーレンシ
単位に対するアクセス権ではトランザクションをローカ
ルに完了することができない場合に無視信号70を発行
することができる。無視信号70は、同じサブノード5
0からの前のトランザクションがシステム・インタフェ
ース24内で未処理である場合にも発行することができ
る。さらに、無視信号70は他の理由(待ち行列が満杯
になることなど)でアサートすることができる。
【0126】要求エージェント100は、複数の独立の
制御装置310Aないし310Nを備える。各制御装置
310は、図8に示したフローチャートを使用する状態
マシンを備える。制御装置310Aないし310Nは、
SMP入力待ち行列94またはSMP PIQ96から
の特定のトランザクションに関するコヒーレンシ活動を
開始し(たとえば、コヒーレンシ要求を実行し)、受信
側応答を介して、コヒーレンシ活動がいつ完了するかを
判定することができる。開始制御装置312は、制御装
置310Aないし310Nによって処理されるトランザ
クションをSMP入力待ち行列94およびSMP PI
Q96から選択する。SMP入力待ち行列94もSMP
PIQ96も他方よりも高い優先順位を無条件で与え
られることがなく、少なくとも1つの制御装置310A
ないし310Nが入出力動作の実行に割り振られないか
ぎり、任意の選択基準を使用することができる。
【0127】開始制御装置312は、制御装置310に
よって処理されるトランザクションを選択するだけでな
く、開始すべき同期動作が選択されたことを第2の制御
装置314に知らせる。SMP入力待ち行列94または
SMP PIQ96から同期動作が選択されると、開始
制御装置312と制御装置314との間に結合された同
期線316上の同期信号がアサートされる。制御装置3
14は、同期ベクトル制御レジスタ318を管理し、同
期動作の完了時に同期動作をSMP出力待ち行列92に
再発行する。
【0128】制御装置314は、同期線316上のアサ
ートされた同期信号を受け取ると、どの制御装置310
が現在コヒーレンシ活動を実行しているか(すなわち、
アイドル状態でない制御装置)を制御レジスタ318に
記録させる。一実施形態では、制御レジスタ318は複
数のビットを含む。各ビットは1つの制御装置310に
対応する。ビットがセットされている場合、対応する制
御装置310Aないし310Nは、制御装置314が同
期動作を開始する前に開始されたコヒーレンシ活動を実
行している。ビットがクリアされている場合、対応する
制御装置310Aないし310Nはアイドル状態である
か、あるいは制御装置314が同期動作を開始した後に
開始されたコヒーレンシ活動を実行している。各制御装
置310は、制御レジスタ318へのアイドル線(たと
えば、制御装置310Aからのアイドル線322A)を
備える。アイドル線322上のアイドル信号がアサート
されると、制御レジスタ318内のアイドル状態の制御
装置310に対応するビットがクリアされる。
【0129】制御装置314は、レジスタ318の制御
の状態を監視する。各ビットがリセットされていると
き、各制御装置310は少なくとも1度はアイドル状態
になっている。したがって、同期動作の開始時に未処理
であったコヒーレンシ活動は完了している。具体的に
は、コヒーレンシ活動に対応するトランザクションはグ
ローバルに実行されている。したがって、同期動作が完
了する。制御装置314は、同期動作をSMP出力待ち
行列92に再発行し、それに続いてSMPノード内でト
ランザクション完了を再発行する。さらに具体的には、
同期トランザクションが開始側プロセッサからクリアさ
れる。したがって、開始側プロセッサは、(たとえば、
同期動作に続いてプロセッサ・レベルの同期を挿入する
ことによって)同期動作がいつ完了したかを判定するこ
とができる。同期動作を使用する例示的なコード・シー
ケンスを下記に示す。
【0130】一実施形態では、同期動作は、(他のトラ
ンザクションと同様に)SMPバス20上で同期動作が
実行されるときにSMP入力待ち行列94に入れられ
る。SMPバス20上の同期動作に対して無視信号70
もアサートされる。
【0131】この実施形態では、要求エージェント10
0が一度に1つの同期動作しか受け入れないように構成
されることに留意されたい。さらに、コヒーレント同期
と入出力同期の2種類の同期動作が定義される。コヒー
レント同期は、SMP入力待ち行列94に置かれたトラ
ンザクションの同期をとる。別法として、入出力同期
は、入出力トランザクション(すなわち、SMP PI
Q96に置かれたトランザクション)の同期をとる。
【0132】また、制御装置310はさらに、エラーが
検出されたときに使用できるフリーズ状態を使用するこ
とができる。制御装置310によって処理中のトランザ
クションに関してエラーが検出された場合、制御装置
は、フリーズ状態に遷移し、制御レジスタへのソフトウ
ェア更新によって解除されるまでその状態のままにな
る。このように、エラーを判定する際の助けとするため
に、(状態マシンによって記憶されている)エラーが検
出されたトランザクションに関する情報にアクセスする
ことができる。同期動作を完了できるようにするという
点では、フリーズ状態を開始することは、アイドル状態
を開始することに等しい。
【0133】次に図17を参照すると、コンピュータ・
システム10の一実施形態による例示的な非同期動作を
リストした表330が示されている。列332は非同期
トランザクションをリストしたものである。列334
は、SMPバス20上のトランザクションのコード化を
リストしたものである。最後に、列336は、特定の非
同期動作の同期をとるために使用される同期動作をリス
トしたものである。
【0134】リモート・ノードへの書込みの性能特性を
向上させるために高速書込みストリーム非同期動作が使
用される。高速書込みストリーム動作を実行すると、シ
ステム・インタフェース24によって、開始側プロセッ
サは、影響を受けるコヒーレンシ単位への書込み許可を
得るために必要とされるコヒーレンシ活動を実行する前
にシステム・インタフェース24へデータを転送してお
くことができる。このように、高速書込みストリーム動
作によって消費されるプロセッサ資源を、他の方法で可
能なよりも迅速に解放することができる。列334に示
したように、高速書込みストリーム動作は、図のように
コード化されたアドレスの上位5ビットを有する書込み
ストリームとしてコード化される。「nn」は、アドレ
スのホーム・ノードを識別する。コヒーレント同期動作
(「WS_SC」)は、高速書込みストリーム動作の同
期をとるために使用される。
【0135】例示的な実施形態で使用される第2の非同
期動作はフラッシュ動作である。システム・インタフェ
ース24によってフラッシュ動作が検出されると、影響
を受けるコヒーレンシ装置(SMPノードに記憶されて
いる場合)がフラッシュされる。言い換えれば、コヒー
レンシ単位が再びホーム・ノードに記憶され、コヒーレ
ンシ単位のMTAGが無効にセットされる。例示的な実
施形態では、フラッシュ動作は、列334に示したよう
にコード化されたアドレスの上位5ビットを有する書込
みストリーム動作としてコード化される。フラッシュ・
コマンドは書込みストリーム・コード化を使用する。た
だし、書込みストリームに対応するデータは破棄され
る。高速書込みストリームと同様に、システム・インタ
フェース24によって、フラッシュ動作をグローバルに
実行する前にデータを転送しておくことができる。WS
_SCを使用してフラッシュ動作の同期がとられる。
【0136】他の非同期動作はソフトウェア事前取り込
み動作である。ソフトウェア事前取り込み動作は、実際
にこの動作にアクセスする動作を実行する前にローカル
SMPノード12Aないし12Dへコヒーレンシ単位を
転送しておくために使用される。コンピュータ・システ
ムの性能は、必要なコヒーレンシ活動を実行し、コヒー
レンシ単位を、ノード内で実行されるプログラムによっ
て実際に使用される前に取り込むことによって向上させ
ることができる。事前取り込み動作は、列334に示し
たようにコード化された上位5ビットを有する書込みス
トリーム動作としてコード化される。「m」ビットは、
事前取り込みのモード、すなわち共用または修正であ
る。コヒーレンシ単位は、更新するために事前に取り込
む場合は修正状態で事前に取り込むことができる。一
方、コヒーレンシ単位は、単に読取りアクセスのために
事前に取り込むことができる。そのような事前取り込み
は、共用状態で実行することができる。フラッシュ動作
と同様に、事前取り込み動作のためにプロセッサによっ
て与えられたデータが破棄され、対応するコヒーレンシ
活動が完了する前にこのデータを転送しておくことがで
きる。WS_SC同期コマンドを使用して、事前取り込
み活動の同期がとられる。
【0137】送信元ブロックから宛先ブロックへのブロ
ック・コピー動作のスループットを向上させるためにコ
ピー非同期動作が実施される。宛先ブロックはコピー動
作のローカル物理アドレスによって識別され、送信元ブ
ロックは、それに対応するグローバル・アドレスによっ
て識別される。システム・インタフェース24は、コピ
ー動作を検出すると、送信元ブロックをローカル・ノー
ドへ転送する。コピー動作は、列334に示したように
アドレスの上位5ビットを有する書込みストリーム動作
としてコード化される。事前取り込み動作およびフラッ
シュ動作と同様に、書込みストリーム動作のためにプロ
セッサによって送られたデータは破棄される。WS_S
C動作を使用してコピー動作の同期がとられる。管理動
作も非同期動作であり、WS_SC動作を使用して管理
動作の同期がとられる。
【0138】最後に、ネットワーク14上の入出力書込
み動作に応答して入出力活動が開始される前に開始側プ
ロセッサから対応するデータが転送されるという点で、
リモート入出力書込み動作は非同期的に実行される。入
出力同期動作(「WS_SP」)を使用して入出力書込
み動作の同期がとられる。
【0139】例示的な実施形態の同期動作は、書込みス
トリーム動作としてもコード化される。ただし、SMP
バス20上で同期コマンドを搬送する任意のコード化を
使用することができる。具体的に言えば、例示的な実施
形態では、WS_SC動作は、最上位7アドレス・ビッ
トが(バイナリで)0111100としてコード化され
る書込みストリーム動作としてコード化される。WS_
SP動作は、最上位7アドレス・ビットが(バイナリ
で)0111101としてコード化される書込みストリ
ーム動作としてコード化される。代替実施形態は、特殊
コード化入出力読取り動作を使用して同期を実行するこ
とができる。入出力読取り動作が検出されると、入出力
読取り動作に関するデータが返される前に、すでに受け
取られているトランザクションが完了する。
【0140】次に図18を参照すると、同期動作の使用
法を示す例示的なコード・シーケンス340が示されて
いる。この例には、SPARCマイクロプロセッサから
の命令が含まれる。プログラム内の動作の順序(「プロ
グラム順」)は矢印342によって示されている。この
例では、いくつかの高速書込み動作が実行される(図1
8に示した「WS_FW」動作)。コード・シーケンス
は、一連の高速書込みストリーム動作の完了時にこれら
の動作の完了の同期をとるためのWS_SC動作を含
む。MEMBAR命令自体に続いてメモリ動作を開始す
る前にWS_SC動作を確実に完了しておくためのME
MBAR命令も含まれている。
【0141】一般に、WS_SC動作はシステム・レベ
ル同期動作の例である。WS_SC動作によって、WS
_SC動作が実行されるSMPノード12Aないし12
Dのシステム・インタフェース24で同期が行われる。
このように、ノードの同期がとられる。しかし、プロセ
ッサ自体の同期は、プロセッサ・レベル同期動作を使用
して実行される。プロセッサ・レベル同期動作では、ノ
ードの同期はとられず、その動作が実行されるプロセッ
サ16の同期がとられる。図18のようにシステム・レ
ベル同期を対にすることによって、コンピュータ・シス
テムの各レベルの完全な同期を達成することができる。
【0142】図19は、WS_SP動作を入出力書込み
動作と共に使用することを示す例示的なコード・シーケ
ンス350を示す。命令のプログラム順は矢印352で
示されている。コード・シーケンス350は、コード・
シーケンス340と同様に、システム・レベル同期動作
とプロセッサ・レベル同期動作とを含む。コード・シー
ケンス350は、システム・レベル同期動作の前にプロ
セッサ・レベル同期動作を含む。システム・レベル同期
動作の前のプロセッサ・レベル同期動作によって、シス
テム・レベル同期動作の前に確実に、SMPバス20へ
の入出力書込み動作が実行される。システム・レベル同
期動作の前のプロセッサ・レベル同期動作を使用するの
は、例示した実施形態が、通常の(すなわち、非入出
力)アドレスへの特殊コード化書込みストリーム動作を
使用するからである。SPARCアーキテクチャでは、
入出力トランザクションと通常のトランザクションを順
序付ける必要はない。したがって、図19に示した例で
は、システム・レベル同期の前と後の両方にプロセッサ
・レベル同期が必要とされる。
【0143】上記の例示的な実施形態ではSMPノード
12について説明したが、一般的に言えば、コンピュー
タ・システム10の実施形態は1つまたは複数の処理ノ
ードを含むことができる。本明細書では、処理ノード
は、少なくとも1つのプロセッサと対応するメモリとを
含む。他の処理ノードと通信するための回路も含まれ
る。コンピュータ・システム10の実施形態に複数の処
理ノードが含まれるとき、処理ノード内の対応するメモ
リは分散共用メモリを形成する。処理ノードはリモート
処理ノードまたはローカル処理ノードと呼ぶことができ
る。処理ノードは、特定のプロセッサを含まない場合、
その特定のプロセッサに対してリモート処理ノードであ
る。逆に、特定のプロセッサを含む処理ノードは、その
特定のプロセッサのローカル処理ノードである。
【0144】上記の開示によって、分散共用メモリ・コ
ンピュータ・システム用の同期方法および装置について
説明した。このコンピュータ・システムによって非同期
動作を使用することができ、必要に応じ同期動作を介し
て非同期動作の完了を検証することができるので有利で
ある。コンピュータ・システムの性能は、非同期動作の
うちで最も効率的な動作を介して向上させることがで
き、同期動作を介して特定のプログラムを正しく動作さ
せることができる。
【0145】当業者には、上記の開示を完全に理解した
後に多数の変形形態および修正形態が明らかになろう。
たとえば、本明細書に示した様々なブロックおよび構成
要素はハードウェア実施形態に関して説明したが、代替
実施形態では、ハードウェア機能のすべてまたは一部を
ソフトウェアで実施することができる。特許請求の範囲
は、すべてのそのような変形形態および修正形態を包含
するものと解釈されるものである。
【図面の簡単な説明】
【図1】 マルチプロセッサ・コンピュータ・システム
のブロック図である。
【図2】 図1に示したコンピュータ・システムの一実
施形態によってサポートされる非一様メモリ・アーキテ
クチャを示す概念ブロック図(A)と図1に示したコン
ピュータ・システムの一実施形態によってサポートされ
るキャッシュ専用メモリ・アーキテクチャを示す概念ブ
ロック図(B)である。
【図3】 図1に示した対称型多重処理ノードの一実施
形態のブロック図である。
【図4】 図3に示したディレクトリの一実施形態に記
憶された例示的なディレクトリ・エントリを示す図であ
る。
【図5】 図1に示したシステム・インタフェースの一
実施形態のブロック図である。
【図6】 要求エージェントとホーム・エージェントと
スレーブ・エージェントとの間の通常のコヒーレンシ動
作に応答して実行される活動を示す図である。
【図7】 プロセッサからのリード・ツー・オウン要求
に応答して実行される例示的なコヒーレンシ動作を示す
図である。
【図8】 図5に示した要求エージェントの一実施形態
に関する例示的な状態マシンを示すフローチャートであ
る。
【図9】 図5に示したホーム・エージェントの一実施
形態に関する例示的な状態マシンを示すフローチャート
である。
【図10】 図5に示したスレーブ・エージェントの一
実施形態に関する例示的な状態マシンを示すフローチャ
ートである。
【図11】 システム・インタフェースの一実施形態に
よる要求タイプをリストした表である。
【図12】 システム・インタフェースの一実施形態に
よるデマンド・タイプをリストした表である。
【図13】 システム・インタフェースの一実施形態に
よる応答タイプをリストした表である。
【図14】 システム・インタフェースの一実施形態に
よる完了タイプをリストした表である。
【図15】 システム・インタフェースの一実施形態に
よる、プロセッサによって実行される様々な動作に応答
して実行されるコヒーレンシ動作を表す表である。
【図16】 図1に示したシステム・インタフェースの
一部の一実施形態のブロック図である。
【図17】 図1に示したコンピュータ・システムの一
実施形態によって使用される非同期動作を、非同期動作
の同期をとるために使用される同期動作と共に示す表で
ある。
【図18】 図17に示した同期動作のうちの1つを使
用する例示的なコード・シーケンスを示す図である。
【図19】 図17に示した同期動作のうちの他の1つ
の動作を使用する例示的なコード・
【符号の説明】
10 コンピュータ・システム 12 SMPノード 14 ポイント・ツー・ポイント・ネットワーク 16 プロセッサ 18 外部キャッシュ 20 SMPバス 22 メモリ 24 システム・インタフェース 26 入出力インタフェース
【手続補正書】
【提出日】平成9年12月5日
【手続補正1】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】全図
【補正方法】変更
【補正内容】
【図 1】
【図 4】
【図 12】
【図 2】
【図 18】
【図 19】
【図 3】
【図 5】
【図 14】
【図 6】
【図 7】
【図 8】
【図 17】
【図 9】
【図 10】
【図 11】
【図 13】
【図 15】
【図 16】
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 591064003 901 SAN ANTONIO ROAD PALO ALTO,CA 94303,U. S.A. (72)発明者 ロバート・シー・ザック,ジュニア アメリカ合衆国・02173・マサチューセッ ツ州・レキシントン・スプリング ストリ ート・58 (72)発明者 ショウ−ウェン・ヤン アメリカ合衆国・01742・マサチューセッ ツ州・コンコード・カテリナ ハイツ・ 385 (72)発明者 アレキザンダー・グゾヴスキー アメリカ合衆国・01852・マサチューセッ ツ州・ローウェル・ボーデン ストリー ト・130・210番 (72)発明者 ウイリアム・エイ・ニシーム アメリカ合衆国・03087・ニュー ハンプ シャー州・ウィンダム・ローウェル ロー ド・8 (72)発明者 モニカ・シー・ウォン−チャン アメリカ合衆国・01742・マサチューセッ ツ州・コンコード・ターベル スプリング ロード・73 (72)発明者 ヒェン・ニューエン アメリカ合衆国・02160・マサチューセッ ツ州・ニュートン・ウォータータウン ス トリート・621・アパートメント 26

Claims (21)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項1】 処理ノードであって、 同期コマンドを実行するように構成されたプロセッサ
    と、 前記プロセッサから前記同期コマンドを受け取るように
    結合され、前記同期コマンドを受け取ったときに同期動
    作を実行するように構成された、要求エージェントとを
    備えることを特徴とする処理ノード。
  2. 【請求項2】 前記同期コマンドが、所定のアドレスへ
    の書込み動作を含むことを特徴とする請求項1に記載の
    処理ノード。
  3. 【請求項3】 前記要求エージェントが、複数の制御装
    置を備え、前記複数の制御装置がそれぞれ、トランザク
    ションに関するコヒーレンシ活動を開始するように構成
    され、前記複数の制御装置が、それぞれの異なるトラン
    ザクションに並行して作用するように構成されることを
    特徴とする請求項2に記載の処理ノード。
  4. 【請求項4】 前記複数の制御装置のそれぞれが、コヒ
    ーレンシ要求を搬送し前記トランザクションに関する1
    つまたは複数のコヒーレンシ応答を受け取るように構成
    されることを特徴とする請求項3に記載の処理ノード。
  5. 【請求項5】 前記要求エージェントが、前記複数の制
    御装置がそれぞれ、前記書込みトランザクションを受け
    取った後に少なくとも1度だけアイドル状態を開始した
    ことを判定することによって前記同期を実行することを
    特徴とする請求項3に記載の処理ノード。
  6. 【請求項6】 前記要求エージェントがさらに、同期制
    御ベクトル・レジスタを備え、前記同期制御ベクトル・
    レジスタが、前記複数の制御装置のうちの1つに対応す
    るビットを含み、前記ビットが、前記複数の制御装置の
    うちの前記1つがコヒーレンシ活動を実行している場
    合、前記書込みトランザクションを受信したときにセッ
    トされることを特徴とする請求項5に記載の処理ノー
    ド。
  7. 【請求項7】 前記複数の制御装置のうちの前記1つ
    が、それ自体が前記アイドル状態を開始していることを
    示すように構成され、前記ビットが、前記複数の制御装
    置のうちの前記1つが前記アイドル状態を開始している
    ことが前記複数の制御装置のうちの前記1つによって示
    されたときにクリアされることを特徴とする請求項6に
    記載の処理ノード。
  8. 【請求項8】 前記要求エージェントがさらに、待ち行
    列を備え、前記要求エージェントが、前記書込みトラン
    ザクションが前記待ち行列の先頭に到達したときに前記
    同期を開始するように構成されることを特徴とする請求
    項3に記載の処理ノード。
  9. 【請求項9】 さらに、前記同期の実行時に前記書込み
    トランザクションを再発行するように構成された第2の
    制御装置を備えることを特徴とする請求項8に記載の処
    理ノード。
  10. 【請求項10】 前記待ち行列が、コヒーレント・トラ
    ンザクションを格納する第1のトランザクション待ち行
    列と、入出力トランザクションを格納する第2のトラン
    ザクション待ち行列とを備えることを特徴とする請求項
    8に記載の処理ノード。
  11. 【請求項11】 前記同期が、前記特定の所定のアドレ
    スが第1の特定の所定のアドレスを含む場合にコヒーレ
    ント・トランザクションのために実行され、前記書込み
    動作が、前記プロセッサからの受信時に前記第1のトラ
    ンザクション待ち行列に挿入されることを特徴とする請
    求項10に記載の処理ノード。
  12. 【請求項12】 前記同期が、前記特定の所定のアドレ
    スが第2の特定の所定のアドレスを含む場合に入出力ト
    ランザクションのために実行され、前記書込み動作が、
    前記プロセッサからの受信時に前記第2のトランザクシ
    ョン待ち行列に挿入されることを特徴とする請求項11
    に記載の処理ノード。
  13. 【請求項13】 同期を実行する方法であって、 処理ノード内のプロセッサで同期動作を実行すること
    と、 前記処理ノード内の要求エージェントで前記同期動作を
    受け取ることと、 前記受信の前に前記要求エージェントによって開始され
    たコヒーレンシ活動が完了するのを待つことと、 前記処理ノード内で前記同期動作を再発行し、それによ
    って前記同期動作を完了することを含むことを特徴とす
    る方法。
  14. 【請求項14】 前記同期動作が、特定の所定のアドレ
    スを有する書込みトランザクションを含むことを特徴と
    する請求項13に記載の方法。
  15. 【請求項15】 前記書込みトランザクションが、書込
    みストリーム・トランザクションを含むことを特徴とす
    る請求項14に記載の方法。
  16. 【請求項16】 前記要求エージェントが、コヒーレン
    シ活動を並行して開始するように構成された前記要求エ
    ージェント内の複数の制御装置のうちの1つに対応する
    ビットを有する同期制御ベクトル・レジスタを備えるこ
    とを特徴とする請求項13に記載の方法。
  17. 【請求項17】 前記待機が、前記複数の制御装置のう
    ちの前記1つがアイドル状態を開始したときに前記ビッ
    トをクリアすることを含むことを特徴とする請求項16
    に記載の方法。
  18. 【請求項18】 前記要求エージェントがさらに、待ち
    行列を備えることを特徴とする請求項16に記載の方
    法。
  19. 【請求項19】 前記待機が、前記同期動作が前記待ち
    行列の先頭に到達したときに開始されることを特徴とす
    る請求項18に記載の方法。
  20. 【請求項20】 同期方法であって、 少なくとも1つの非同期動作を実行することと、 前記非同期動作に続いてシステム・レベル同期動作を実
    行することと、 前記システム・レベル同期動作に続いてプロセッサ・レ
    ベル同期動作を実行することとを含むことを特徴とする
    方法。
  21. 【請求項21】 コンピュータ・システムであって、 要求エージェントと少なくとも1つのプロセッサとを含
    み、前記要求エージェントが前記プロセッサによって実
    行されるトランザクションに応答してコヒーレンシ要求
    を実行するように構成された第1の処理ノードと、 前記コヒーレンシ要求に応答してコヒーレンシ応答を実
    行するように構成されたスレーブ・エージェントを含む
    第2の処理ノードとを備え、 前記要求エージェントが、前記第1の処理ノード内で実
    行された同期動作の受信時に、前記要求エージェントか
    らの未処理のコヒーレンシ要求に関する前記コヒーレン
    シ応答が受け取られるまで、前記プロセッサによって実
    行されたトランザクションに対する追加コヒーレンシ要
    求を抑制するように構成されることを特徴とするコンピ
    ュータ・システム。
JP9208227A 1996-07-01 1997-06-30 同期動作を実行するマルチプロセス・システム Pending JPH10116253A (ja)

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