JPH11102320A - キャッシュシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 Ｎ次キャッシュの任意のラインにおいて、予
め定義した条件を満たした場合にそのラインをＮ−１次
キャッシュからのキャッシュミスによるリプレース要求
よりも先行してリプレースする。 【解決手段】 調査したステート情報を保持する手段
と、先行してリプレースするための基準を保持する手段
と、保持したステート情報と先行リプレースするための
基準を比較する手段を具備し、Ｎ次キャッシュの任意の
ラインにおいて、予め定義した条件を満たした場合にそ
のラインをＮ−１次キャッシュからのキャッシュミスに
よるリプレース要求よりも先行してリプレースを行うよ
うに構成した。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明はマルチプロセッサ
システムにおけるキャッシュメモリ制御の改良に関する
ものである。

【０００２】

【従来の技術】今日では、計算機システムにおける性能
向上を得るために、プロセッサを複数個備えて並列処理
を行なうマルチプロセッサシステムが使われるようにな
ってきている。マルチプロセッサシステムの中でも、複
数のプロセッサがメモリを共有し、この共有メモリによ
ってジョブのスケジューリングやデータの共有を行なう
共有メモリ型マルチプロセッサシステム（以下、単にマ
ルチプロセッサと言う）が、従来のマルチプログラミン
グにおけるプログラミング・モデルとの親和性の高さか
ら広く受け入れられている。

【０００３】この型のマルチプロセッサでは、共有のメ
モリに対するアクセスがシステムのボトルネックになり
易い。通常、このボトルネックを解消するために、共有
メモリのコピーをプロセッサ毎にキャッシュメモリに置
き、共有メモリへのアクセスをキャッシュメモリへのア
クセスで代替して、実際の共有メモリへのアクセスを低
減する方法がとられる。この時、複数のプロセッサが同
一のデータブロックのコピーを各々のキャッシュメモリ
に置くため、全部のプロセッサが共有メモリを基準とし
て矛盾のないメモリ管理をしなければならない。これは
マルチプロセッサにおけるキャッシュのコンシステンシ
問題と呼ばれ、アーチボルト、バエル（Archibaid, Bae
r）他の論文「キャッシュ・コンシステンシ・プロトコ
ル：マルチプロセッサ・シミュレーションを使った評
価」（” Cache Consistency Protocols：Evaluation U
sing a Multipurocessor Simulation”，ACM Transacti
ons on Computer Systems． Vol4，No．4，Nov．1986．
Pages273−298）に各種の解決案が提案、記載されてい
る。

【０００４】マルチプロセッサにおけるキャッシュのコ
ンシステンシ問題を解決、制御する方法の１つとして、
MESIプロトコルと呼ばれる方式がある。このプロトコル
では、「Pentiumアーキテクチャの徹底理解」（CQ出版
社インターフェース‘9311月号別冊付録，Pages20−2
1）に記載されているように以下に示す４つのステート
がキャッシュライン単位で設定される。データキャッシ
ュの各セットのタグエントリには、４つのステートを表
すために２ビットのステートビットを備えている。 M（Modified）：変更状態を示す。Mステートのラインの
データは、そのキャッシュにのみ含まれ、メインメモリ
には含まれない。このステートのラインに対するリード
／ライトはメインメモリへのアクセスを発生させない。 Ｅ（Exclusive）：排他状態を示す。Ｅステートのライ
ンのデータは、システム内でそのキャッシュおよびメイ
ンメモリにのみ含まれ、他のプロセッサのキャッシュに
は含まれない。このステートのラインに対するリード／
ライトは、メインメモリへのアクセスを発生させない。
Ｅステートのラインへライトを行なうと、そのラインは
Mステートに変更される。

【０００５】Ｓ（Shared）：共有状態を示す。Ｓステー
トのラインのデータは、そのキャッシュとメインメモリ
には必ず含まれているが、さらに他のプロッセッサのキ
ャッシュにも含まれている可能性がある。このステート
のラインからのリードは、メインメモリへのアクセスを
発生させない。一方、このステートのラインへのライト
は、キャッシュとメインメモリをともに更新する。Ｓス
テートのブロックへのライトによって、他のプロッセッ
サのキャッシュの対応するラインがインバリデートされ
ることがある。 Ｉ（Invalid）：無効状態を示す。キャッシュ内のＩス
テートのラインは、有効なデータが含まれていない。ラ
インが無効化されるとこのステートになる。このステー
トのラインに対してリード／ライトを行なうとキャッシ
ュミスになり、メインメモリへのアクセスが発生する。
Ｉステートのラインに対してリードを行なうときに、そ
のラインに対してキャッシュがイネーブルであれば、メ
インメモリからの１ライン分がそのラインに取り込まれ
る。

【０００６】図17にMESIプロトコルを用いたマルチプロ
セッサシステムの一構成例を示す。100aおよび100bはプ
ロッセッサであり、それぞれMESIプロトコルを用いたキ
ャッシュ（以下単にキャッシュと言う）101a、101bを内
蔵している。また、102は主記憶であり、103はプロセッ
サ100a、100b、主記憶102をつなぐシステムバスであ
る。

【０００７】このような構成によってシステムを実現
し、プロセッサが他のプロセッサや主記憶に対してリー
ド／ライト要求した際には、キャッシュのコンシステン
シを保つために、データ転送の他に各ャッシュのステー
トを遷移させる必要がある。

【０００８】表１はプロセッサからリード／ライトの要
求があった際のキャッシュのステートの遷移例を示す。
表１から自明のように、MESIプロトコルを用いたプロセ
ッサシステムでは、要求内容、自プロセッサの現在のキ
ャッシュステート、他プロセッサの現在のキャッシュス
テートの状態によって、自プロセッサのキャッシュステ
ートおよび他プロセッサのキャッシュステートを変更し
なくてはならない場合がある。すなわち、各プロセッサ
は、システムバス上に単にリード／ライト要求の発行お
よびそれに伴うデータ転送以外に自キャッシュおよび他
キャッシュのステート変更をするための動作が必要であ
る。

【０００９】

【表１】

【００１０】図18 に任意のプロセッサがリード／ライ
ト要求を発行した際に、各プロセッサがキャッシュのス
テートを変更するために必要となる動作の一例を示す。
本例では、図17 によるマルチプロセッサのシステム構
成において、プロセッサ100aがリードまたはライト要求
を発行した際に自プロセッサ100aおよび他プロセッサ10
0bが行なう動作を示している。図18 内において、「該
当キャッシュのステートを調査し、他のプロセッサに結
果を知らせる」という手段は一般にスヌープ方式と呼ば
れ、この方式の実現方法としては、該キャッシュのライ
ンがＳまたはＥステートのときにはＨＩＴ＃、該キャッ
シュのラインがMステートのときにはHITM＃信号と呼ば
れる信号線を用いて知らせる例が「Pentiumファミリー
ユーザーズマニュアル 中巻 82496／82497キャッシュコ
ントローラと82491／82492キャッシュＳＲＡＭデータブ
ック」（インテルジャパン株式会社 資料番号：241429J
−003 Pages1−22，5−104，5−105）に記載されてい
る。

【００１１】以上のように、MESIプロトコルを用い、図
17 に示すマルチプロセッサシステムの構成において、
各プロセッサ内のキャッシュのコンシステンシを保つた
めには、各キャッシュのステートは、表１に基づいて遷
移しなければならず、また図18 に基づいてプロセッサ
間の連絡をし、動作しなければならない。

【００１２】図19 は階層構造化したマルチプロセッサ
の構成例である。図19 において、300a、300b、300cお
よび300dはプロセッサ、301a、301b、301cおよび301dは
それぞれのプロセッサに内蔵しているMESIプロトコルを
用いた１次キャッシュである。304a、304bはバスブリッ
ジであり、それぞれのバスブリッジは２次キャッシュ30
5aおよび305bを内蔵している。302は主記憶である。ま
た、303aはプロセッサ300a、300bおよびバスブリッジ30
4aをつなぐバスであり、303bはプロセッサ300c、300dお
よびバスブリッジ304bをつなぐバスである。さらに103
はバスブリッジ304a、304bおよび主記憶302をつなぐバ
スである。

【００１３】このような構成の場合、１次キャッシュ中
の全てのデータを、２次キャッシュで常に保持している
多重レベル包含性を満たした方がよいことが「コンピュ
ータ・アーキテクチャ 設計・実現・評価の定量的アプ
ローチ」（ David A．Patterson， John L． Hennessy
著 日経ＢＰ社 1992年12月25日 1版1刷，Page475）に記
述されている。また、主記憶が２次キャッシュを包含し
ていることは周知のことであり、１次キャッシュと２次
キャッシュの関係はそのまま一般的にＮ−１次キャッシ
ュとＮ次キャッシュの関係に置き換えられる。このよう
に、Ｎ−１次キャッシュ中の全てのデータを、Ｎ次キャ
ッシュで常に保持している多重レベル包含性を満たして
いる計算機の製品例としては、 三菱電機（株）”apric
ot FT8000”があることが「日経エレクトロニクス 1996
年6月17日号」（ Page213−216）に記載されている。

【００１４】表２は上記の包含関係を考慮し、Ｎ−１
次、Ｎ次キャッシュのMESIプロトコルを考えた場合、Ｎ
−１次キャッシュとＮ次キャッシュの取り得るステート
の関係を示している。表２に示す通り、Ｎ次キャッシュ
にあってＮ−１次キャッシュに存在しないキャッシュラ
インは許すが、Ｎ−１次キャッシュにあってＮ次キャッ
シュにない状態は許していない。

【００１５】

【表２】

【００１６】一方、N−１次、N次の各キャッシュにおい
てキャッシュミスが発生した時に、どのキャッシュライ
ンをリプレースするか決定しなければならない。通常キ
ャッシュラインのリプレースは、そのキャッシュの内部
の状態からリプレースする候補を決定する。キャッシュ
ラインのリプレースには以下の２つの手法があることが
「コンピュータの構成と設計 ハードウエアとソフトウ
エアのインターフェース」（ David A．Patterson， Jo
hn L．Hennessy著 日経ＢＰ社 1996年4月19日初版1刷，
Page463）に記載されている。 ランダム（random）法：候補の中からランダムに対象を
選択する。 ＬＲＵ（least recently used）法：最も長い期間にわ
たって使用されていなかったラインを選択する。

【００１７】また、多階層のキャッシュシステムにおい
て的確なキャッシュラインのリプレースを行う手法とし
て、特願平８−２５６４９０がある。この手法は、MESI
制御方式によりＮ次キャッシュがＮ−１次キャッシュを
包含するキャッシュシステムにおいて、Ｎ次キャッシュ
のキャッシュラインのリプレースが必要になったとき、
Ｎ次キャッシュのキャッシュラインのステートを調査す
るとともに、専用回線を持たずにＮ−１次キャッシュの
キャッシュラインを調査し、Ｎ次キャッシュおよびＮ−
１次キャッシュにおいて効率的なキャッシュラインをリ
プレース対象として選択するものである。

【００１８】キャッシュラインのリプレースとは、リプ
レース対象となるキャッシュブロックを無効化し、新し
いブロックをキャッシュに登録することである。この
際、包含関係を保つためにＮ−１次キャッシュに対して
も無効化要求がでる。リプレース対象のステートがMで
ある場合には、システムとしてのデータの正当性を保つ
ために無効化に先立ち該当するウエイに格納されている
データをN＋1次キャッシュまたは主記憶に対して書き戻
す（ライトバック）事が必要である。

【００１９】Ｎ次キャッシュのステートがMの場合、Ｎ
−１次キャッシュにもステートMのブロックが存在する
可能性があるので、Ｎ−１次キャッシュのスヌープ結果
を確認し、Mの場合はＮ−１次キャッシュのライトバッ
クデータをＮ次キャッシュからのライトバックデータと
してN＋1次キャッシュまたは主記憶に対して書き戻す。
スヌープ結果がM以外の場合はＮ−１次キャッシュのラ
イトバックは発生しないので、スヌープ結果がわかった
時点で、Ｎ次キャッシュの内容をライトバックする。Ｎ
次キャッシュのステートがＥまたはＳの場合はＮ−１次
キャッシュにはMの状態は存在しないので、Ｎ−１次キ
ャッシュの状態を確認せずにＮ次キャッシュのステート
をＩにすることで無効化が完了する。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】従来のキャッシュシス
テムは以上述べたように構成されているので、リプレー
ス対象となるウエイのステートがMの場合、無効化に伴
うライトバックの処理に時間が必要であり、キャッシュ
ミスのペナルティを増加させてしまうという問題点があ
った。

【００２１】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、Ｎ次キャッシュの任意のライ
ンにおいて、予め定義した条件を満たした場合にそのラ
インをＮ−１次キャッシュからのキャッシュミスによる
リプレース要求よりも先行してリプレースすることを目
的とする。

【００２２】

【課題を解決するための手段】この発明に係るキャッシ
ュシステムは、ＭＥＳＩプロトコルにより制御され、Ｎ
次キャッシュシステムとそれに包含されるＮ−１次キャ
ッシュシステムからなり、上記Ｎ次キャッシュシステム
上のキャッシュラインの各ウェイのステートを調べる第
一の調査手段と上記Ｎ次キャッシュシステム上のキャッ
シュラインの各ウェイに格納されたデータのアドレスの
上記Ｎ−１次キャッシュシステムにおけるステートを調
査する第二の調査手段とを有するキャツシュシステムに
おいて、調査したステート情報を保持する手段、先行リ
プレース基準を保持する手段、上記ステート情報と上記
リプレース基準とからリプレース対象を決定する手段を
備え、予め設定した条件に一致するキャッシュラインの
ウェイに格納されたデータをＮ−１次キャッシュシステ
ムからのキャッシュミスによるリプレース要求が発生す
る前に先行してリプレースするするものである。

【００２３】また、上記リプレース基準は、Ｎ次キャッ
シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
イがステートＭのものである。

【００２４】さらに、上記リプレース基準は、Ｎ次キャ
ッシュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウ
ェイがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシス
テムの該当するキャッシュラインのウェイがステートＩ
のものである。

【００２５】また、上記リプレース基準は、Ｎ次キャッ
シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
ムの該当するキャッシュラインのウェイがステートＥ又
はＳ又はＩのものである。

【００２６】さらにまた、上記リプレース基準は、Ｎ次
キャッシュシステムの該当するキャッシュラインの全て
のウェイがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュ
システムの該当するキャッシュラインがステートＭ以外
の同一ステートのウェイを有するときはＬＲＵ制御に従
いいずれかのウェイを選択するものである。

【００２７】また、上記リプレース基準は、Ｎ次キャッ
シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
ムの該当するキャッシュラインのウェイが条件を満たさ
ないときはＬＲＵ制御に従いいずれかのウェイを選択す
るものである。

【００２８】さらに、上記リプレースは、キャッシュラ
インのウェイに格納されたデータを無効化するものであ
る。

【００２９】また、上記リプレースは、キャッシュライ
ンのウェイに格納されたデータをライトバックするもの
である。

【００３０】さらにまた、バスの状態を監視するバス監
視手段と先行してリプレースする要求を保持する先行リ
プレース要求保持手段を備え、バスがアイドル状態又は
バストラフィックが低負荷状態のとき先行リプレース要
求を発行するものである。

【００３１】また、バス上に発行されているトランザク
ション数が予め設定した基準値以下のとき先行リプレー
ス要求を発行するものである。

【００３２】さらに、Ｎ−１次キャッシュシステム及び
Ｎ次キャッシュシステムがスヌープ中でないとき先行リ
プレース要求を発行するものである。

【００３３】

【発明の実施の形態】

実施の形態１．図1はこの発明の一実施の形態を示すキ
ャッシュシステムの構成図であり、図において1a、1bは
MESIプロトコルにより制御されるＬ１キャッシュシステ
ム、2はMESIプロトコルにより制御されＬ１キャッシュ
システム1a、1bと包含関係にある4ウエイセットアソシ
アティブ構造を持ったＬ２キャッシュシステム、3は主
記憶、4はＬ１キャッシュシステム1a、1bとＬ２キャッ
シュシステム2をつなぐレベル１のバス、5はＬ２キャッ
シュシステム2と主記憶3をつなぐレベル2のバスであ
る。レベル１のバス4、レベル2のバス5はバス上でスヌ
ープ形式によるキャッシュコヒーレンシ制御を行う。

【００３４】図2はこの発明の実施例1におけるＬ２キャ
ッシュシステム2の内部の構造図であり、図において110
1 はＬ２キャッシュ、1102 はＬ２キャッシュにデータ
の読み書きやキャッシュラインの状態を示すステートの
変更を行ったりＬ２キャッシュ1101 のキャッシュライ
ンの空きやステートの状態を調べるＬ２キャッシュアク
セス手段、1103 は既存の命令を使ってＬ１キャッシュ
システム1a,1b のステートを調べるためのＬ１ステート
調査リクエスト発行手段でありこの命令によりＬ１キャ
ッシュシステム1aまたは1b のキャッシュラインのステ
ートがリードするためMのときステートがＳに変わる。1
104 は最も長い期間にわたって使用されなかったキャッ
シュラインを示すＬＲＵ、1105 はＬＲＵ1104 の情報を
参照するためにアクセス制御するＬＲＵ参照手段、1106
はＬ２キャッシュ1101 のステートの状態やＬ１キャ
ッシュシステム1a,1b のステートを調べた結果からリプ
レース候補のキャッシュラインを判定するリプレース候
補判定手段、1107 はキャッシュラインのリプレース処
理を実行するリプレース処理手段である。

【００３５】1108 はレベル１のバス上のリクエストに
対するスヌープの結果を示すＨＩＴ＃信号、1109 はレ
ベル１のバス上のリクエストに対するスヌープの結果を
示すHITM＃信号である。スヌープの結果はＨＩＴ＃信号
がアサートされHITM＃信号がアサートされなかった場
合、Ｌ１キャッシュシステム1a または1b のキャッシュ
ラインの少なくとも一方がＳまたはＥステートであるこ
とを示しこれをヒットと呼ぶ。HITM＃信号がアサートさ
れＨＩＴ＃信号がアサートされなかった場合は、Ｌ１キ
ャッシュシステム1a または1b のキャッシュラインの少
なくとも一方がMステートであることを示しこれをヒッ
トエムと呼ぶ。ＨＩＴ＃信号及びHITM＃信号がともにア
サートされなかった場合は、Ｌ１キャッシュシステムの
キャッシュのラインがＩステートであることすなわちス
ヌープの結果がミスであることを示す。ＨＩＴ＃信号及
びHITM＃信号がともにアサートの場合は、スヌープ結果
の調査中であることを示す。1110はＬ２キャッシュ1101
のステートの状態やＬ１キャッシュシステム1a,1b の
ステートを調べた結果を保持するステート保持手段、11
11は保持したステート情報1110から先行リプレース対象
を決定する先行リプレース決定回路である。

【００３６】次にこの発明の一実施例におけるキャッシ
ュミスに伴うリプレース動作を図3のフローチャートを
用いて説明する。Ｌ２キャッシュ1101の状態を示すステ
ートがＥまたはＳであり、Ｌ１キャッシュ1a、1bのステ
ートがＩのキャッシュラインをリプレースするキャッシ
ュラインの候補とする手順について各ステップごとに説
明する。 S1： Ｌ２キャッシュ1101 にないアドレスのデータの格
納要求が起こる。 S2： Ｌ２キャッシュアクセス手段1102 において、指定
されたアドレスのセットに対してキャッシュラインに空
きがあるかすなわちＩのキャッシュラインがあるか調べ
る。空きがなければＬＲＵ参照手段1105 にリプレース
候補要求信号を出力しS3に進み、空きがあればそこに格
納しS13に進む。 S3： ＬＲＵ参照手段1105 において、ＬＲＵ1104 を参
照してS4以降の処理を行うために選択されたウェイでな
いものの中で最も古くアクセスされたキャッシュライン
のアドレスがあればそのアドレスを選択して、Ｌ２キャ
ッシュアクセス手段1102 にアドレスを出力しＳ4に進
み、まだ選択されていないウェイがなければS11に進
む。 S4： ＬＲＵ参照手段1105で選択されたアドレスが、ス
テート保持バッファ1110に登録されていた場合は、L1ス
テートの状況を既に調査してあり、リプレース対象とな
るステートの組み合わせではないのでS9に進む。保持バ
ッファに1110に登録されていない場合はS5に進む。

【００３７】S5： Ｌ２キャッシュアクセス手段1102 に
おいて、S3で選択したアドレスのＬ２キャッシュ1101
のステートの状態を調べる。またL1ステート調査リクエ
スト発行手段1103 とリプレース候補判定手段1106 に対
して、上記ステートの状態の信号や上記アドレスを出力
する。 S6： L1ステート調査リクエスト発行手段1103 により、
レベル１のバスへL1ステート調査のリクエストを発行
し、リプレース候補判定手段1106 に対して発行したこ
とを知らせる信号を有意にして出力する。 S7： リプレース候補判定手段1106 において上記発行し
たことを知らせる信号が有意のとき、HＩT#信号1108 及
びHITM#信号1109 から得られるスヌープ結果がミスであ
れば、Ｌ１キャッシュシステム1a,1b のステートはＩで
ありS10に進む。スヌープ結果がミスでなければS8に進
む。 S8： Ｌ１キャッシュのステートをステート保持バッフ
ァに登録する。 S9： リプレース候補判定手段1106 からＬＲＵ参照手段
1105 に対して次のリプレース候補を探すために次候補
要求信号を出力しS3に進む。 S10： リプレース候補判定手段1106 からリプレース処
理手段1107 に選択したアドレスを出力する。 S11： ＬＲＵ参照手段1105 によりＬＲＵ1104 を参照
し、最も古くアクセスされたキャッシュラインのアドレ
スをリプレース処理手段1107 に出力する。 S12： リプレース処理手段1107 において、入力したア
ドレスに対してリプレース処理を行う。 S13： 終了。

【００３８】次にこの発明の一実施例における先行リプ
レース動作を図4のフローチャートを用いて説明する。
ステート保持手段に1110にすべてのウエイのステート情
報が集積され、Ｌ２キャッシュ1101のすべてのウエイの
ステートがMであった時に、ＬＲＵ参照手段1105により
ＬＲＵ1104を参照し、最後に使用した時刻の古いウエイ
から順にＬ１キャッシュのステータスをチェックし、最
初にＬ１キャッシュ1a、1bのステートがＩであったＬ２
のウエイを先行リプレースする手順について説明する。 T1： ステート保持手段1110のすべてのウエイにステー
ト情報が集積されたことにより先行リプレース処理の起
動が起こる。 T2： Ｌ２キャッシュ1101のステートがすべてMであった
場合T3に進む。Mではないステートのウエイがあった場
合はT5に進む。

【００３９】T3： ステート保持手段1105において、す
べてのウエイのL1ステートの内容を先行リプレース決定
回路1111に出力する。先行リプレース決定回路1111はス
テート保持手段1110から送られたＬ１キャッシュ1a、1b
のステートを調べ、ステートがＩであったウエイを選択
し、T4に進む。すべてのステートがＩ以外であった場合
はT5に進む。 T4： 先行リプレース決定回路1111はリプレース処理手
順1107に対し、無効化要求を出力する。要求を受けたリ
プレース処理手順はＬ２キャッシュに対して該当ウエイ
に対する無効化要求を出力し、T5に進む。 T5： 終了。

【００４０】次に、動作の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにそ
れぞれステートＳで格納されている。またアドレスＡと
同じセット値のアドレスＣのデータがそれぞれＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ２にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bには格納
されてなくすなわちステートＩになっている。またアド
レスＡと同じセット値のアドレスＤのデータがＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ３にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1aにステートＥで格納されており、
Ｌ１キャッシュ1bには格納されてなくすなわちステート
Ｉになっている。

【００４１】上記の状態でステート保持手段1110に一つ
のラインのすべてのウエイのステート情報が集積され、
先行リプレース動作が起動された場合について説明す
る。ステート保持手段1110ですべてのウエイに情報が集
積されると、該当キャッシュラインのすべてのウエイの
Ｌ２キャッシュのステートを調べる。アドレスＡ、アド
レスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのＬ２キャッシュのス
テートはすべてがMであるので、先行リプレース決定回
路1111に対して先行リプレース動作を起動する。先行リ
プレース決定回路1111はステート保持手段1110に保持さ
れているアドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ及びアド
レスＤのＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bのス
テートを調べる。

【００４２】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｉ及びＩ、Ｅ及びＩなので、先
行リプレース決定回路1111はＬ１キャッシュ1a、1bのス
テートが両方ともＩであるアドレスＣを先行リプレース
対象と決定し、リプレース処理手段1107に対して無効化
要求を出す。無効化要求を受けたリプレース処理手段11
07はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対する無
効化要求を出す。このリクエストがL2アクセス手段1102
により受け付けられると、先行リプレース決定手段1111
はステート保持手段1110に対し、保持してあるアドレス
Ａ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッシュ
ラインのステート情報を消去する要求を出し、ステート
保持手段1110に保持してあるステート情報を削除する。
無効化要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１のバ
ス4に対してアドレスＣに対する無効化要求を出す。Ｌ
１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにはデータが存
在するので、レベル１のバス4におけるＬ２キャッシュ
システム2からの無効化要求に対するＬ１キャッシュ1
a、1bに対するスヌープ結果はミスになる。レベル１の
バスにおけるスヌープ結果が判明した時点で 、Ｌ２キ
ャッシュ1101はデータを主記憶3に対して書き戻し、ス
テートをＩに変更する。

【００４３】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートがＩであるアドレス
に対してＬ２キャッシュのリプレース動作に先行してＬ
２キャッシュの内容を無効化することにより、キャッシ
ュミスのペナルティを減少させることができる。

【００４４】実施の形態２．この発明の実施の形態２に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態２におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態２の先行リプレース手段
1111はＬ１キャッシュのステートがＥまたはＳまたはＩ
の場合に先行リプレースの対象として決定する。この実
施の形態２における先行リプレース動作を図5のフロー
チャートを用いて説明する。フローチャート図5は図4で
示した実施の形態１のフローチャートと同様であるが、
実施の形態１のステップT3において、先行リプレース決
定回路1111において先行リプレース動作を行うと決定す
る基準がM以外（ＥまたはＳまたはＩ）とする点が実施
の形態１と異なっている。図5において、 T8： ステート保持手段1105において、すべてのウエイ
のL1ステートの内容を先行リプレース決定回路1111に出
力する。先行リプレース決定回路1111はステート保持手
段1110から送られたＬ１キャッシュ1a、1bのステートを
調べ、ステートがM以外であったウエイを選択し、T9に
進む。すべてのステートがMであった場合はT10に進む。

【００４５】次に、動作の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aには格納されてなくすなわち
ステートＩになっており、Ｌ１キャッシュ1bにステート
Mで格納されている。さらにアドレスＡと同じセット値
のアドレスＣのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ２
にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1a
にステートＥで格納されており、かつＬ１キャッシュ1b
には格納されてなくすなわちステートＩになっている。
また、アドレスＤのデータがそれぞれＬ２キャッシュ11
01のウエイ３にステートMで格納されており、かつＬ１
キャッシュ1aには格納されてなくすなわちステートＩに
なっており、Ｌ１キャッシュ1bにステートMで格納され
ている。

【００４６】上記の状態でステート保持手段1110にすべ
てのウエイのステート情報が集積され、先行リプレース
動作が起動された場合について説明する。ステート保持
手段1110ですべてのウエイに情報が集積されると、該当
キャッシュラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュの
ステートを調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレス
Ｃ、アドレスＤのＬ２キャッシュのステートはすべてが
Mであるので、先行リプレース決定回路1111に対して先
行リプレース動作を起動する。先行リプレース決定回路
1111ははステート保持手段1110に保持されているアドレ
スＡ、アドレスＢ、アドレスＣ及びアドレスＤのＬ１キ
ャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bのステートを調べ
る。Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞれＭ及び
Ｉ、Ｉ及びＭ、Ｅ及びＩ、Ｉ及びＭなので、先行リプレ
ース決定回路1111はＬ１キャッシュ1a、1bのステートが
ＥであるアドレスＣを先行リプレース対象と決定し、リ
プレース処理手段1107に対して無効化要求を出す。

【００４７】無効化要求を受けたリプレース処理手段11
07はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対する無
効化要求を出す。このリクエストがL2アクセス手段1102
により受け付けられると、先行リプレース決定手段1111
はステート保持手段1110に対し、保持してあるアドレス
Ａ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッシュ
ラインのステート情報を消去する要求を出し、ステート
保持手段1110に保持してあるステート情報を削除する。
無効化要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１のバ
ス4に対してアドレスＣに対する無効化要求を出す。Ｌ
１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにはデータが存
在するので、レベル１のバス4におけるＬ２キャッシュ
システム2からの無効化要求に対するＬ１キャッシュ1
a、1bに対するスヌープ結果はヒットになる。レベル１
のバスにおけるスヌープ結果が判明した時点で 、Ｌ２
キャッシュ1101はデータを主記憶3に対して書き戻し、
ステートをＩに変更する。また、無効化要求を受けたＬ
１キャッシュ1aもステートをＩに変更する。

【００４８】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートがＥまたはＳまたは
Ｉであるアドレスに対してＬ２キャッシュのリプレース
動作に先行してＬ２キャッシュの内容を無効化すること
により、キャッシュミスのペナルティを減少させること
ができる。

【００４９】実施の形態３．この発明の実施の形態３に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態３におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態２の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしてライトバック要求をリプレ
ース処理手段1107にたいして行う。この実施の形態３に
おける先行リプレース動作を図6のフローチャートを用
いて説明する。フローチャート図6は図4で示した実施の
形態１のフローチャートと同様であるが、図4のステッ
プT4において、先行リプレース決定回路1111がリプレー
ス処理手段1107に対して行う処理要求がライトバック要
求である点が実施の形態１と異なっている。図6におい
て、 T14：ステート保持手段1105はリプレース処理手順1107
に対し、ライトバック要求を出力する。要求を受けたリ
プレース処理手順はＬ２キャッシュに対して該当ウエイ
に対するライトバック要求を出力し、T15に進む。

【００５０】次に、動作の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにそ
れぞれステートＳで格納されている。またアドレスＡと
同じセット値のアドレスＣのデータがそれぞれＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ２にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bには格納
されてなくすなわちステートＩになっている。またアド
レスＡと同じセット値のアドレスＤのデータがＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ３にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1aにステートＥで格納されており、
Ｌ１キャッシュ1bには格納されてなくすなわちステート
Ｉになっている。

【００５１】上記の状態でステート保持手段1110にすべ
てのウエイのステート情報が集積され、先行リプレース
動作が起動された場合について説明する。ステート保持
手段1110ですべてのウエイに情報が集積されると、該当
キャッシュラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュの
ステートを調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレス
Ｃ、アドレスＤのＬ２キャッシュのステートはすべてが
Mであるので、先行リプレース決定回路1111に対して先
行リプレース動作を起動する。先行リプレース決定回路
1111ははステート保持手段1110に保持されているアドレ
スＡ、アドレスＢ、アドレスＣ及びアドレスＤのＬ１キ
ャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bのステートを調べ
る。

【００５２】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｉ及びＩ、Ｅ及びＩなので、先
行リプレース決定回路1111はＬ１キャッシュ1a、1bのス
テートが両方ともＩであるアドレスＣを先行リプレース
対象と決定し、リプレース処理手段1107に対して無効化
要求を出す。無効化要求を受けたリプレース処理手段11
07はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対する無
効化要求を出す。このリクエストがL2アクセス手段1102
により受け付けられると、先行リプレース決定手段1111
はステート保持手段1110に対し、保持してあるアドレス
Ａ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッシュ
ラインのステート情報を消去する要求を出し、ステート
保持手段1110に保持してあるステート情報を削除する。
無効化要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１のバ
ス4に対してアドレスＣに対するライトバック要求を出
す。ライトバック要求を受けたリプレース処理手段1107
はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対するリー
ド要求を出す。

【００５３】このリクエストがL2アクセス手段1102によ
り受け付けられると、先行リプレース決定手段1111はス
テート保持手段1110に対し、保持してあるアドレスＡ、
アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッシュライ
ンのステート情報を消去する要求を出し、ステート保持
手段1110に保持してあるステート情報を削除する。リー
ド要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１のバス4
に対してアドレスＣに対するリード要求を出す。Ｌ１キ
ャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにはデータが存在し
ないので、レベル１のバス4におけるＬ２キャッシュシ
ステム2からのリード要求に対するＬ１キャッシュ1a、1
bに対するスヌープ結果はミスになる。レベル１のバス
におけるスヌープ結果が判明した時点で 、Ｌ２キャッ
シュ1101はデータを主記憶3に対して書き戻し、ステー
トをＳに変更する。

【００５４】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートがＩであるアドレス
に対してＬ２キャッシュのリプレース動作に先行してＬ
２キャッシュのステートをMからＳすることにより、キ
ャッシュミス時のライトバックの必要性を事前になくし
ておくことになり、キャッシュミスのペナルティを減少
させることができる。

【００５５】実施の形態４．この発明の実施の形態４に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態４におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態４の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしてライトバック要求をリプレ
ース処理手段1107にたいして行う。この実施の形態４に
おける先行リプレース動作を図7のフローチャートを用
いて説明する。フローチャート図7は図5で示した実施の
形態２のフローチャートと同様であるが、ステップT4に
おいて、先行リプレース決定回路1111がリプレース処理
手段1107に対して行う処理要求がライトバック要求であ
る点が実施の形態２と異なっている。図7において、 T19： ステート保持手段1105はリプレース処理手順1107
に対し、ライトバック要求を出力する。要求を受けたリ
プレース処理手順はＬ２キャッシュに対して該当ウエイ
に対するライトバック要求を出力し、T20に進む。

【００５６】次に動作例の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aには格納されてなくすなわち
ステートＩになっており、Ｌ１キャッシュ1bにステート
Mで格納されている。さらにアドレスＡと同じセット値
のアドレスＣのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ２
にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1a
にステートＥで格納されており、かつＬ１キャッシュ1b
には格納されてなくすなわちステートＩになっている。
また、アドレスＤのデータがそれぞれＬ２キャッシュ11
01のウエイ３にステートMで格納されており、かつＬ１
キャッシュ1aには格納されてなくすなわちステートＩに
なっており、Ｌ１キャッシュ1bにステートMで格納され
ている。

【００５７】上記の状態でステート保持手段1110にすべ
てのウエイのステート情報が集積され、先行リプレース
動作が起動された場合について説明する。ステート保持
手段1110ですべてのウエイに情報が集積されると、該当
キャッシュラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュの
ステートを調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレス
Ｃ、アドレスＤのＬ２キャッシュのステートはすべてが
Mであるので、先行リプレース決定回路1111に対して先
行リプレース動作を起動する。先行リプレース決定回路
1111ははステート保持手段1110に保持されているアドレ
スＡ、アドレスＢ、アドレスＣ及びアドレスＤのＬ１キ
ャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bのステートを調べ
る。

【００５８】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｉ及びＭ、Ｅ及びＩ、Ｉ及びＭなので、先
行リプレース決定回路1111はＬ１キャッシュ1a、1bのス
テートがＥであるアドレスＣを先行リプレース対象と決
定し、リプレース処理手段1107に対してライトバック要
求を出す。ライトバック要求を受けたリプレース処理手
段1107はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対す
るリード要求を出す。このリクエストがL2アクセス手段
1102により受け付けられると、先行リプレース決定手段
1111はステート保持手段1110に対し、保持してあるアド
レスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッ
シュラインのステート情報を消去する要求を出し、ステ
ート保持手段1110に保持してあるステート情報を削除す
る。リード要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１
のバス4に対してアドレスＣに対するリード要求を出
す。Ｌ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにはデー
タが存在するので、レベル１のバス4におけるＬ２キャ
ッシュシステム2からのリード要求に対するＬ１キャッ
シュ1a、1bに対するスヌープ結果はヒットになる。レベ
ル１のバスにおけるスヌープ結果が判明した時点で 、
Ｌ２キャッシュ1101はデータを主記憶3に対して書き戻
し、ステートをＳに変更する。リード要求を受けたＬ１
キャッシュ1aはステートをＳに変更する。

【００５９】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートがＥまたはＳまたは
Ｉであるアドレスに対してＬ２キャッシュのリプレース
動作に先行してＬ２キャッシュのステートをMからＳす
ることにより、キャッシュミスのペナルティを減少させ
ることができる。

【００６０】実施の形態５．この発明の実施の形態５に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態６におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態５の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしての条件が成立し、かつ同一
状態のウエイが存在した場合、ＬＲＵ1104を参照し、よ
り古くアクセスしたアドレスに対して無効化処理を行う
ものである。この実施の形態５における先行リプレース
動作を図8のフローチャートを用いて説明する。 P1： ステート保持手段1110のすべてのウエイにステー
ト情報が集積されたことにより先行リプレース処理の起
動が起こる。 P2： Ｌ２キャッシュ1101のステートがすべてMであった
場合T3に進む。Mではないステートのウエイがあった場
合はP7に進む。

【００６１】P3： ステート保持手段1105において、す
べてのウエイのL1ステートの内容を先行リプレース決定
回路1111に出力する。先行リプレース決定回路1111はス
テート保持手段1110から送られたＬ１キャッシュ1a、1b
のステートを調べ、ステートがＩであったウエイを選択
し、P4に進む。すべてのステートがＩ以外であった場合
はP6に進む。 P4： 先行リプレース決定回路1111はＬ１キャッシュ1
a、1bのステートがともにＩであるウエイの数を調べ、
１つであった場合はP6に進む。ステートがともにＩであ
るウエイの数が複数であった場合はP5に進む。 P5： 先行リプレース決定回路1111はＬＲＵ選択手段110
5においてＬＲＵ1104を参照して、 Ｌ１キャッシュ1a、
1bのステートがともにＩであるウエイのうちより古くに
アクセスされたウエイを選択し、ステート保持手段1110
にそのウエイを出力し、P6に進む。 P6： 先行リプレース決定回路1111はリプレース処理手
順1107に対し、無効化要求を出力する。要求を受けたリ
プレース処理手順はＬ２キャッシュに対して該当ウエイ
に対する無効化要求を出力し、P7に進む。 P7： 終了。

【００６２】次に動作例の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにそ
れぞれステートＳで格納されている。またアドレスＡと
同じセット値のアドレスＣのデータがそれぞれＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ２にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1a、1bには格納されてなくすなわち
ステートＩになっている。またアドレスＡと同じセット
値のアドレスＤのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
a、1bには格納されてなくすなわちステートＩになって
いる。また、Ｌ２キャッシュ1101において上記のそれぞ
れのアドレスはアドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、
アドレスＤの順でアクセスされたのは古く、ＬＲＵ1104
はアドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤで
選択する。

【００６３】上記の状態でステート保持手段1110にすべ
てのウエイのステート情報が集積され、先行リプレース
動作が起動された場合について説明する。ステート保持
手段1110ですべてのウエイに情報が集積されると、該当
キャッシュラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュの
ステートを調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレス
Ｃ、アドレスＤのＬ２キャッシュのステートはすべてが
Mであるので、先行リプレース決定回路1111に対して先
行リプレース動作を起動する。ステート保持手段1110で
すべてのウエイに情報が集積されると、該当キャッシュ
ラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュのステートを
調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレ
スＤのＬ２キャッシュのステートはすべてがMであるの
で、先行リプレース決定回路1111に対して先行リプレー
ス動作を起動する。先行リプレース決定回路1111ははス
テート保持手段1110に保持されているアドレスＡ、アド
レスＢ、アドレスＣ及びアドレスＤのＬ１キャッシュ1a
およびＬ１キャッシュ1bのステートを調べる。

【００６４】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｉ及びＩ、Ｉ及びＩなので、ウ
エイ２、３についてＬ１キャッシュ1a、1bの双方がステ
ートＩであるウエイが存在する結果をえる。そこで、先
行リプレース決定回路1111はＬＲＵ参照手段1105により
ＬＲＵ1104を調べ、より古くにアクセスされたアドレス
Ｃを先行リプレース対象と決定し、リプレース処理手段
1107に対して無効化要求を出す。無効化要求を受けたリ
プレース処理手段1107はL2アクセス手段1102に対してア
ドレスＣに対する無効化要求を出す。このリクエストが
L2アクセス手段1102により受け付けられると、先行リプ
レース決定手段1111はステート保持手段1110に対し、保
持してあるアドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アド
レスＤのキャッシュラインのステート情報を消去する要
求を出し、ステート保持手段1110に保持してあるステー
ト情報を削除する。リード要求を受けたL2アクセス手段
1102はレベル１のバス4に対してアドレスＣに対する無
効化要求を出す。Ｌ１キャッシュ1a、1bにはデータが存
在しないので、レベル１のバス4におけるＬ２キャッシ
ュシステム2からの無効化要求に対するＬ１キャッシュ1
a、1bのスヌープ結果はミスになる。Ｌ２キャッシュシ
ステム2はＬ１キャッシュからのスヌープ結果が判明し
た時点で 、Ｌ２キャッシュ1101はデータを主記憶3に対
して書き戻し、ステートをＩに変更する。

【００６５】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートがＩのウエイが複数
存在する場合にＬＲＵの制御に従いＬ２キャッシュのリ
プレース動作に先行してＬ２キャッシュのステートをM
からＩすることにより、キャッシュミスのペナルティを
減少させることができる。

【００６６】実施の形態５は実施の形態１に対してP4、
P5の処理を追加することにより、先行リプレース条件を
満たすウエイが複数存在する場合にＬＲＵの制御に従い
Ｌ２キャッシュのリプレース動作に先行してＬ２キャッ
シュのステートをMからＩにすることにより、キャッシ
ュミスのペナルティを減少させることができるように構
成したが、実施の形態２、３及び４に対して図8のステ
ップP4、P5の処理を追加しても同様の効果が得られる。

【００６７】実施の形態６．この発明の実施の形態６に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態６におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態６の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしての条件が成立しなかった場
合、ＬＲＵ1104を参照し、最も古くアクセスしたアドレ
スに対して無効化処理を行うものである。この実施の形
態６における先行リプレース動作を図9のフローチャー
トを用いて説明する。 Q1： ステート保持手段1110のすべてのウエイにステー
ト情報が集積されたことにより先行リプレース処理の起
動が起こる。 Q2： Ｌ２キャッシュ1101のステートがすべてMであった
場合T3に進む。Mではないステートのウエイがあった場
合はQ6に進む。

【００６８】Q3： ステート保持手段1105において、す
べてのウエイのL1ステートの内容を先行リプレース決定
回路1111に出力する。先行リプレース決定回路1111はス
テート保持手段1110から送られたＬ１キャッシュ1a、1b
のステートを調べ、ステートがＩであったウエイを選択
し、Q5に進む。すべてのステートがＩ以外であった場合
はQ4に進む。 Q4： ＬＲＵ選択手段1105においてＬＲＵ1104を参照し
て、最も古くアクセスされたウエイを選択し、ステート
保持手段1110にそのウエイを出力し、Q5に進む。 Q5： 先行リプレース決定回路1111はリプレース処理手
順1107に対し、無効化要求を出力する。要求を受けたリ
プレース処理手順はＬ２キャッシュに対して該当ウエイ
に対する無効化要求を出力し、Q6に進む。 Q6： 終了。

【００６９】次に動作例の説明にあたりＬ２キャッシュ
1101およびＬ１キャッシュ1a、1bの状態について述べ
る。アドレスＡのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ
０にステートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1
aにステートMで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには
格納されてなくすなわちステートＩになっている。また
アドレスＡと同じセット値のアドレスＢのデータがＬ２
キャッシュ1101のウエイ１にステートMで格納されてお
り、かつＬ１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにそ
れぞれステートＳで格納されている。またアドレスＡと
同じセット値のアドレスＣのデータがそれぞれＬ２キャ
ッシュ1101のウエイ２にステートMで格納されており、
かつＬ１キャッシュ1aにステートMで格納されており、
Ｌ１キャッシュ1bには格納されてなくすなわちステート
Ｉになっている。またアドレスＡと同じセット値のアド
レスＤのデータがＬ２キャッシュ1101のウエイ３にステ
ートMで格納されており、かつＬ１キャッシュ1aにステ
ートＥで格納されており、Ｌ１キャッシュ1bには格納さ
れてなくすなわちステートＩになっている。また、Ｌ２
キャッシュ1101において上記のそれぞれのアドレスはア
ドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤの順で
アクセスされたのは古く、ＬＲＵ1104はアドレスＡ、ア
ドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤで選択する。

【００７０】上記の状態でステート保持手段1110にすべ
てのウエイのステート情報が集積され、先行リプレース
動作が起動された場合について説明する。ステート保持
手段1110ですべてのウエイに情報が集積されると、該当
キャッシュラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュの
ステートを調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレス
Ｃ、アドレスＤのＬ２キャッシュのステートはすべてが
Mであるので、先行リプレース決定回路1111に対して先
行リプレース動作を起動する。ステート保持手段1110で
すべてのウエイに情報が集積されると、該当キャッシュ
ラインのすべてのウエイのＬ２キャッシュのステートを
調べる。アドレスＡ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレ
スＤのＬ２キャッシュのステートはすべてがMであるの
で、先行リプレース決定回路1111に対して先行リプレー
ス動作を起動する。先行リプレース決定回路1111はステ
ート保持手段1110に保持されているアドレスＡ、アドレ
スＢ、アドレスＣ及びアドレスＤのＬ１キャッシュ1aお
よびＬ１キャッシュ1bのステートを調べる。

【００７１】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｍ及びＩ、Ｅ及びＩなので、す
べてのウエイについてＬ１キャッシュ1a、1bの双方がス
テートＩであるウエイが存在しない結果をえる。そこ
で、先行リプレース決定回路1111はＬＲＵ参照手段1105
によりＬＲＵ1104を調べ、最も古くにアクセスされたア
ドレスＡを先行リプレース対象と決定し、リプレース処
理手段1107に対して無効化要求を出す。ライトバック要
求を受けたリプレース処理手段1107はL2アクセス手段11
02に対してアドレスＣに対するリード要求を出す。この
リクエストがL2アクセス手段1102により受け付けられる
と、先行リプレース決定手段1111はステート保持手段11
10に対し、保持してあるアドレスＡ、アドレスＢ、アド
レスＣ、アドレスＤのキャッシュラインのステート情報
を消去する要求を出し、ステート保持手段1110に保持し
てあるステート情報を削除する。リード要求を受けたL2
アクセス手段1102はレベル１のバス4に対してアドレス
Ｃに対するリード要求を出す。Ｌ１キャッシュ1aにはス
テートMの状態でデータが存在するので、レベル１のバ
ス4におけるＬ２キャッシュシステム2からの無効化要求
に対するＬ１キャッシュ1aのスヌープ結果はヒットエム
になる。Ｌ２キャッシュシステム2はＬ１キャッシュか
らのライトバックデータを受け取る。データの受け取り
が完了した時点で 、Ｌ２キャッシュ1101はデータを主
記憶3に対して書き戻し、ステートをＩに変更する。

【００７２】このようにして、Ｌ２キャッシュのすべて
のウエイにMの状態でデータが登録されており、それに
該当するＬ１キャッシュのステートが先行リプレース条
件を満たさない場合にＬＲＵの制御に従いＬ２キャッシ
ュのリプレース動作に先行してＬ２キャッシュのステー
トをMからＩすることにより、キャッシュミスのペナル
ティを減少させることができる。

【００７３】実施の形態６は実施の形態１に対してQ4の
処理を追加することにより、先行リプレース条件を満た
さない場合にＬＲＵの制御に従いＬ２キャッシュのリプ
レース動作に先行してＬ２キャッシュのステートをMか
らＩすることにより、キャッシュミスのペナルティを減
少させることができるように構成したが、実施の形態
２、３及び４に対して図9のステップQ4の処理を追加し
ても同様の効果が得られる。

【００７４】実施の形態７．この発明の実施の形態７に
おけるキャッシュシステムの構成図は図1 で示した実施
の形態１のキャッシュシステムの構成図と同様のもので
ある。図10はこの発明の実施の形態７におけるＬ２キャ
ッシュシステム2の内部の構造図であり、図において110
1 はＬ２キャッシュ、1102 はＬ２キャッシュにデータ
の読み書きやキャッシュラインの状態を示すステートの
変更を行ったりＬ２キャッシュ1101 のキャッシュライ
ンの空きやステートの状態を調べるＬ２キャッシュアク
セス手段、1103 は既存の命令を使ってＬ１キャッシュ
システム1a,1bのステートを調べるためのＬ１ステート
調査リクエスト発行手段でありこの命令によりＬ１キャ
ッシュシステム1aまたは1b のキャッシュラインのステ
ートがMのときステートがＳに変わる。1104 は最も長い
期間にわたって使用されなかったキャッシュラインを示
すＬＲＵ、1105 はＬＲＵ1104 の情報を参照するために
アクセス制御するＬＲＵ参照手段、1106 はＬ２キャッ
シュ1101 のステートの状態やＬ１キャッシュシステム
1a,1b のステートを調べた結果からリプレース候補のキ
ャッシュラインを判定するリプレース候補判定手段、11
07 はキャッシュラインのリプレース処理を実行するリ
プレース処理手段である。

【００７５】1108 はレベル１のバス上のリクエストに
対するスヌープの結果を示すＨＩＴ＃信号、1109 はレ
ベル１のバス上のリクエストに対するスヌープの結果を
示すHITM＃信号である。スヌープの結果はＨＩＴ＃信号
がアサートされHITM＃信号がアサートされなかった場
合、Ｌ１キャッシュシステム1a または1b のキャッシュ
ラインの少なくとも一方がＳまたはＥステートであるこ
とを示しこれをヒットと呼ぶ。HITM＃信号がアサートさ
れＨＩＴ＃信号がアサートされなかった場合は、Ｌ１キ
ャッシュシステム1a または1b のキャッシュラインの少
なくとも一方がMステートであることを示しこれをヒッ
トエムと呼ぶ。ＨＩＴ＃信号及びHITM＃信号がともにア
サートされなかった場合は、Ｌ１キャッシュシステムの
キャッシュのラインがＩステートであることすなわちス
ヌープの結果がミスであることを示す。ＨＩＴ＃信号及
びHITM＃信号がともにアサートの場合は、スヌープ結果
の調査中であることを示す。1110はＬ２キャッシュ1101
のステートの状態やＬ１キャッシュシステム1a,1b の
ステートを調べた結果を保持するステート保持手段、11
11保持したステート情報1110から先行リプレース対象を
決定する先行リプレース決定回路、1112はレベル１のバ
ス4の状態を監視するバス監視機構、1113は先行リプレ
ース要求を保持する先行リプレース要求保持手段、2001
はレベル１のバス4のトランザクション開始要求時にア
サートされるADS信号、2002はレベル１のバス4のトラン
ザクション終了時にアサートされるTF信号、2003は先行
リプレース決定回路1111が出力する先行リプレース要
求、2004は先行リプレース許可信号である。

【００７６】図11はこの発明の実施の形態７におけるバ
ス監視手段の回路図例であり、図において2001はレベル
１のバス4のトランザクション開始要求時にアサートさ
れるADS信号、2002はレベル１のバス4のトランザクショ
ン終了時にアサートされるTF信号、2003は先行リプレー
ス決定回路1111が出力する先行リプレース要求手段、20
04は先行リプレース許可信号、2005はリクエストカウン
タ、2006はアキュムレータ、2007はセレクタ、2008は比
較器、2009はＳＲラッチ、2010はクロック同期ＳＲラッ
チである。

【００７７】次に動作について説明する。先行リプレー
ス要求2003は実施の形態１から５と同様の手順で先行リ
プレース決定回路1111により発行される。その先行リプ
レース要求2003は先行リプレース要求保持手段1113に格
納されるとともにバス監視手段に対して入力される。先
行リプレース要求保持手段1113は先行リプレース許可信
号2004が有意になるまでリプレース処理手段1107に対し
て要求を発行しない。

【００７８】次に、バス監視手段1112における先行リプ
レース許可信号生成手順について説明する。トランザク
ションの開始要求時にADS信号2001が、終了時にTF信号2
002がアサートされる。2005 〜 2007 でアップダウンカ
ウンタを構成している。リクエストカウンタ 2005 はト
ランザクションリクエスト要求信号ADS 2001または ト
ランザクション終了信号TF 2002が有意となる場合に更
新される。リクエストカウンタ 2005 の初期値は 0 で
ある。アキュームレータ 2006 は ADS信号 2001 、TF信
号 2002 を選択条件とするセレクタ 2007 の出力とリク
エストカウンタ 2005 を加算する。セレクタ 2007 が
加算する値は、ADS 信号2001 がアサートされると１加
算し、TF信号 2002 がアサートされると１減算する。リ
クエストカウンタ値は 0 と 比較器 2008 で比較し、0
であれば比較器 2008 の出力を有意にする。

【００７９】また 信号 2003 がアサートされると、Ｓ
Ｒラッチ 2009に一旦保持される。ＳＲラッチ 2009 の
出力と比較器 2008 の出力が共に有意であるときクロッ
ク同期ＳＲラッチ 2010 を通して先行リプレース要求保
持手段1113に対して先行リプレース許可信号2004 を出
力する。先行リプレース許可信号2004がアサートされる
とＳＲラッチ2009はリセットされる。

【００８０】先行リプレース決定回路1111 で先行リプ
レース要求2003が出されるタイミングでトランザクショ
ンが多く発生しバスがアイドル状態でないとき、つまり
リクエストカウンタが次々にインクリメントされ、０で
ないときリプレース処理手順1107に対するリプレース要
求の発行は待たされる。

【００８１】次にトランザクションが終了し、TF信号が
アサートされるとリクエストカウンタはデクリメントさ
れ、カウンタが０となると、先行リプレース許可信号20
04が優位になり、 リプレース処理手順1107に対するリ
プレース要求が出され、リプレース処理手順1107からリ
プレース要求を発行される。このようにバス監視手段を
具備することで、バスのトラヒックを分散させた先行リ
プレースを可能とできる。

【００８２】実施の形態８．図10は実施の形態８におけ
るＬ２キャッシュシステムの内部構成図でもあり、実施
の形態７におけるＬ２キャッシュシステム同様にバス監
視手段1112 を具備する。

【００８３】図12 に実施の形態８におけるバス監視手
段1112の構成例をしめす。 回路動作は実施の形態７に
ほぼ同じである。異なる点は比較器 2008 で比較する値
を固定的に決められたカウンタ基準値 2011 と比較し、
リクエストカウンタ値が基準値以下であれば比較器 200
8 の出力を有意にすることである。

【００８４】先行リプレース決定回路1111 で先行リプ
レース要求2003が出されるタイミングでトランザクショ
ンが多く発生しバスがアイドル状態でないとき、つまり
リクエストカウンタが次々にインクリメントされ、カウ
ンタ基準値以上のトランザクションリクエストがあると
きリプレース処理手順1107に対するリプレース要求の発
行は待たされる。

【００８５】次にトランザクションが終了し、TF信号が
アサートされるとリクエストカウンタはデクリメントさ
れ、カウンタが基準値以下になるととなると、先行リプ
レース許可信号2004が優位になり、 リプレース処理手
順1107に対するリプレース要求が出され、リプレース処
理手順1107からリプレース要求を発行される。このよう
にバス監視手段を具備することで、バスのトラヒック分
散させ先行リプレースを可能とできる。

【００８６】実施の形態９．図13 は実施の形態９にお
けるＬ２キャッシュシステムの内部構成図である。Ｌ２
キャッシュシステムは実施の形態８と同様なバス監視手
段 1114を具備する。また加えてカウント基準値格納手
段 2020 を具備する。

【００８７】図14はカウント基準値格納手段 2020 の構
成例である。入力にはカウンタ基準値格納レジスタラッ
チイネーブル信号 2022 ，カウンタ基準値設定信号 202
1 を入力とし、カウンタ基準値 2011 を出力する。カウ
ンタ基準値 2011 は、バス監視手段 1114 の 比較器 20
08 の入力となる。

【００８８】次に動作について述べる。カウンタ基準値
設定信号 2021 にレベル１のバス４に発行されているト
ランザクション数がある数以上の時に先行リプレース要
求保持手段1113からリプレース処理手段1107に対するリ
プレース要求を待たせる数を設定する。カウンタ基準値
格納レジスタラッチイネーブル信号 2022 が有意となる
ときカウンタ基準値格納レジスタに取り込まれ、カウン
タ基準値は2011 に出力される。比較器 2008 では、リ
クエストカウンタ値とカウント基準値を比較しリクエス
トカウンタ値がカウント基準値より小さい場合に先行リ
プレース要求保持手段1113に対して先行リプレース許可
信号2004 を出力できて、先行リプレース動作によるリ
プレース要求が発行できる。

【００８９】カウンタ基準格納レジスタを使用し任意に
カウント基準を変更できることにより動的に先行リプレ
ース動作によるリプレース要求の発行頻度を変化させる
ことができる。

【００９０】実施の形態１０．この発明の実施の形態１
１におけるキャッシュシステムの構成図は図1 で示した
実施の形態１のキャッシュシステムの構成図と同様のも
のである。図15 はこの発明の実施の形態１１における
Ｌ２キャッシュシステム2の内部の構造図であり、図に
おいて1101 はＬ２キャッシュ、1102 はＬ２キャッシュ
にデータの読み書きやキャッシュラインの状態を示すス
テートの変更を行ったりＬ２キャッシュ1101 のキャッ
シュラインの空きやステートの状態を調べるＬ２キャッ
シュアクセス手段、1103 は既存の命令を使ってＬ１キ
ャッシュシステム1a,1bのステートを調べるためのＬ１
ステート調査リクエスト発行手段でありこの命令により
Ｌ１キャッシュシステム1aまたは1b のキャッシュライ
ンのステートがMのときステートがＳに変わる。1104 は
最も長い期間にわたって使用されなかったキャッシュラ
インを示すＬＲＵ、1105 はＬＲＵ1104 の情報を参照す
るためにアクセス制御するＬＲＵ参照手段、1106 はＬ
２キャッシュ1101 のステートの状態やＬ１キャッシュ
システム1a,1b のステートを調べた結果からリプレース
候補のキャッシュラインを判定するリプレース候補判定
手段、1107 はキャッシュラインのリプレース処理を実
行するリプレース処理手段である。

【００９１】1108 はレベル１のバス上のリクエストに
対するスヌープの結果を示すＨＩＴ＃信号、1109 はレ
ベル１のバス上のリクエストに対するスヌープの結果を
示すHITM＃信号である。スヌープの結果はＨＩＴ＃信号
がアサートされHITM＃信号がアサートされなかった場
合、Ｌ１キャッシュシステム1a または1b のキャッシュ
ラインの少なくとも一方がＳまたはＥステートであるこ
とを示しこれをヒットと呼ぶ。HITM＃信号がアサートさ
れＨＩＴ＃信号がアサートされなかった場合は、Ｌ１キ
ャッシュシステム1a または1b のキャッシュラインの少
なくとも一方がＭステートであることを示しこれをヒッ
トエムと呼ぶ。ＨＩＴ＃信号及びＨＩＴＭ＃信号がとも
にアサートされなかった場合は、Ｌ１キャッシュシステ
ムのキャッシュのラインがＩステートであることすなわ
ちスヌープの結果がミスであることを示す。ＨＩＴ＃信
号及びHITM＃信号がともにアサートの場合は、スヌープ
結果の調査中であることを示す。1110はＬ２キャッシュ
1101 のステートの状態やＬ１キャッシュシステム1a,1
b のステートを調べた結果を保持するステート保持手
段、1111保持したステート情報1110から先行リプレース
対象を決定する先行リプレース決定回路、1112はＨＩＴ
＃信号1108 とHITM＃信号1109 からレベル１のバス4上
でスヌープ中であるかを監視するバス監視機構、1113は
先行リプレース要求を保持する先行リプレース要求保持
手段、2003は先行リプレース決定回路1111が出力する先
行リプレース要求、2004は先行リプレース許可信号であ
る。

【００９２】図16 は、実施の形態１０におけるバス監
視手段1114 の内部の回路図であり、図において1115 、
1116 、1117 は入力信号を１サイクル遅らせて出力する
ディレイ素子である。ＨＩＴ＃信号1108 とHITM＃信号1
109 を入力し、４サイクルの間にＨＩＴ＃信号1108 とH
ITM＃信号1109 がともに値１にアサートされるすなわち
スヌープ中であることがあると、インバータ回路1118
から値０の信号が出力される。ＨＩＴ＃信号1108 とHIT
M＃信号1109 が４サイクルの間、ともに値１にアサート
されることがないすなわちスヌープ中でない場合、イン
バータ回路1118から値１の信号が出力される。 また
信号2003 がアサートされると、ＳＲラッチ2009 に一旦
保持される。ＳＲラッチ2009 の出力とインバータ回路1
118 の出力が共に有意であるときクロック同期ＳＲラッ
チ2010 を通してＬ１ステート調査リクエスト発行手段
に信号2001 を出力する。Ｌ１ステート調査リクエスト
発行手段に信号2001 はＳＲラッチ2009でＬ２アクセス
手段によるＬ１ステート調査リクエスト要求状態の保持
をリセットする。

【００９３】図1 のＬ１キャッシュシステム1a からレ
ベル１のバス4 にリクエストが発行されたとする。Ｌ１
キャッシュシステム1a,1b 及びＬ２キャッシュシステム
2 はレベル１のバス4 に発行されたリクエストに対する
アドレスについてステートの状態を調査しなければなら
ない。従ってレベル１のバス4 にはスヌープ中であるこ
とを示すために、ＨＩＴ＃信号1108 とHITM＃信号1109
がともに値１にアサートされる。図15 のバス監視手段1
114 はスヌープ中であるため値０の信号を出力する。こ
のときＬ２キャッシュシステム2 において、先行リプレ
ース動作によるリプレース要求が生成され、先行リプレ
ース要求保持手段1113に登録されたとする。先行リプレ
ース要求保持手段1113はバス監視手段1112 から値０の
信号を入力しているため、リクエスト発行を行わない。
上記レベル１のバス4 に発行されたリクエストに対する
スヌープ結果が確定するとＨＩＴ＃信号1108 とHITM＃
信号1109 はスヌープ中でなくなりともに値１にアサー
トされなくなる。バス監視手段1112 はスヌープ中でな
いので値１の信号を出力する。先行リプレース要求保持
手段1113はバス監視手段1112 から値１の信号を入力
し、先行リプレース動作によるリプレース要求のリクエ
ストを発行可能となる。このようにバス監視手段を具備
することで、Ｌ１キャッシュシステム1 及びＬ２キャッ
シュシステム2 のアクセス制御する負荷を分散させ、先
行リプレースを可能とできる。

【００９４】

【発明の効果】この発明は、以上述べたように構成され
ているので、以下に示すような効果を奏する。

【００９５】Ｎ−１次キャッシュシステムからのキャッ
シュミスによるリプレース要求が発生する前に先行して
リプレースするように構成したので、キャッシュミス時
のリプレース処理時間を短縮することができる。

【００９６】また、リプレース基準を全てのウェイがス
テートＭとしたので、キャッシュミス時の無効化に伴う
ライトバックを無くすことができる。

【００９７】さらに、リプレース基準を全てのウェイが
ステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステムの
該当するキャッシュラインのウェイがステートＩとした
ので、Ｎ−１次キャッシュシステムでのライトバックを
無くすことができる。

【００９８】また、リプレース基準を全てのウェイがス
テートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステムの該
当するキャッシュラインのウェイがステートＥ又はＳ又
はＩとしたので、Ｎ−１次キャッシュシステムでのライ
トバックを無くすことができる。

【００９９】さらにまた、Ｎ−１次キャッシュシステム
のリプレース基準を満たすものが複数存在するときＬＲ
Ｕ制御に従い選択するように構成したので、アクセス頻
度の高いウェイに影響を与えることなくＮ−１次キャッ
シュシステムでのライトバックを無くすことができる。

【０１００】また、Ｎ−１次キャッシュシステムのリプ
レース基準を満たすものが存在しないときＬＲＵ制御に
従い選択するように構成したので、アクセス頻度の高い
ウェイに影響を与えることなくＮ−１次キャッシュシス
テムでのライトバックを無くすことができる。

【０１０１】さらに、リプレース動作として無効化処理
を行なうように構成したので、ライトバックを無くすこ
とができる。

【０１０２】また、リプレース動作としてライトバック
処理を行なうように構成したので、ライトバックを無く
すとともに、Ｎ−１次キャッシュのＮ次キャッシュに対
するリード操作のキャッシュミスの発生を抑止すること
ができる。

【０１０３】さらにまた、バスがアイドル状態又はバス
トラフィックが低負荷状態のとき先行リプレース要求を
発行するように構成したので、バストラフィックに与え
る影響を少なくして先行リプレース処理を行なうことが
できる。

【０１０４】また、バス上に発行されているトランザク
ション数が予め設定した基準値以下のとき先行リプレー
ス要求を発行するように構成したので、バス上の他のト
ランザクションに与える影響を少なくして先行リプレー
ス処理を行なうことができる。

【０１０５】さらに、Ｎ−１次キャッシュシステム及び
Ｎ次キャッシュシステムがスヌープ中でないとき先行リ
プレース要求を発行するように構成したので、他のプロ
セッサのスヌープ処理に影響を与えることなく先行リプ
レース処理を行なうことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 この発明の実施の形態１のキャッシュシステ
ムを示す構成図である。

【図２】 この発明の実施の形態１のＬ２キャッシュシ
ステムを示す内部構造図である。

【図３】 この発明の実施の形態１のキャッシュミス時
のリプレース動作を示すフローチャートである。

【図４】 この発明の実施の形態１の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図５】 この発明の実施の形態２の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図６】 この発明の実施の形態３の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図７】 この発明の実施の形態４の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図８】 この発明の実施の形態５の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図９】 この発明の実施の形態６の先行リプレース動
作を示すフローチャートである。

【図１０】 この発明の実施の形態７のＬ２キャッシュ
システムを示す内部構造図である。

【図１１】 この発明の実施の形態７のバス監視手段を
示す回路図である。

【図１２】 この発明の実施の形態８のバス監視手段を
示す回路図である。

【図１３】 この発明の実施の形態９のＬ２キャッシュ
システムを示す内部構造図である。

【図１４】 この発明の実施の形態９のカウント基準値
格納手段を示す構成図である。

【図１５】 この発明の実施の形態１０のＬ２キャッシ
ュシステムを示す内部構造図である。

【図１６】 この発明の実施の形態１０のバス監視手段
を示す回路図である。

【図１７】 従来例のＭＥＳＩプロトコルを用いたマル
チプロセッサシステムを示す構成図である。

【図１８】 従来例のリプレース動作を示すブロック図
である。

【図１９】 従来例の階層構造化したマルチプロセッサ
システムを示す構成図である。

【符号の説明】

1102 Ｌ２アクセス手段、1103 Ｌ１ステート調査リク
エスト発行手段、1105ＬＲＵ参照手段、1106 リプレー
ス候補判定手段、1110 ステート保持手段、1112 バス
監視手段、1113 先行リプレース要求保持手段。

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成９年１２月１０日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４２

【補正方法】変更

【補正内容】

【００４２】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｉ及びＩ、Ｅ及びＩなので、先
行リプレース決定回路1111はＬ１キャッシュ1a、1bのス
テートが両方ともＩであるアドレスＣを先行リプレース
対象と決定し、リプレース処理手段1107に対して無効化
要求を出す。無効化要求を受けたリプレース処理手段11
07はL2アクセス手段1102に対してアドレスＣに対する無
効化要求を出す。このリクエストがL2アクセス手段1102
により受け付けられると、先行リプレース決定手段1111
はステート保持手段1110に対し、保持してあるアドレス
Ａ、アドレスＢ、アドレスＣ、アドレスＤのキャッシュ
ラインのステート情報を消去する要求を出し、ステート
保持手段1110に保持してあるステート情報を削除する。
無効化要求を受けたL2アクセス手段1102はレベル１のバ
ス4に対してアドレスＣに対する無効化要求を出す。Ｌ
１キャッシュ1aおよびＬ１キャッシュ1bにはデータが存
在しないので、レベル１のバス4におけるＬ２キャッシ
ュシステム2からの無効化要求に対するＬ１キャッシュ1
a、1bに対するスヌープ結果はミスになる。レベル１の
バスにおけるスヌープ結果が判明した時点で 、Ｌ２キ
ャッシュ1101はデータを主記憶3に対して書き戻し、ス
テートをＩに変更する。

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６０

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６０】実施の形態５．この発明の実施の形態５に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態６におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態５の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしての条件が成立し、かつ同一
状態のウエイが存在した場合、ＬＲＵ1104を参照し、よ
り古くアクセスしたアドレスに対して無効化処理を行う
ものである。この実施の形態５における先行リプレース
動作を図8のフローチャートを用いて説明する。 P1： ステート保持手段1110のすべてのウエイにステー
ト情報が集積されたことにより先行リプレース処理の起
動が起こる。 P2： Ｌ２キャッシュ1101のステートがすべてMであった
場合Ｐ３に進む。Mではないステートのウエイがあった
場合はP7に進む。

【手続補正３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００６７

【補正方法】変更

【補正内容】

【００６７】実施の形態６．この発明の実施の形態６に
おけるキャッシュシステムの構成図およびＬ２キャッシ
ュシステムの内部の構成図は図1、図2で示したキャッシ
ュシステムの構成図及びＬ２キャッシュシステムの内部
の構成図と同様のものである。また、この発明の実施の
形態６におけるキャッシュシステムのリプレース動作は
図3に示した実施の形態１のリプレース動作と同様のも
のである。ただし、実施の形態６の先行リプレース手段
1111は先行リプレースとしての条件が成立しなかった場
合、ＬＲＵ1104を参照し、最も古くアクセスしたアドレ
スに対して無効化処理を行うものである。この実施の形
態６における先行リプレース動作を図9のフローチャー
トを用いて説明する。 Q1： ステート保持手段1110のすべてのウエイにステー
ト情報が集積されたことにより先行リプレース処理の起
動が起こる。 Q2： Ｌ２キャッシュ1101のステートがすべてMであった
場合Ｑ３に進む。Mではないステートのウエイがあった
場合はQ6に進む。

【手続補正４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００７１

【補正方法】変更

【補正内容】

【００７１】Ｌ１キャッシュ1a、1bのステートはそれぞ
れＭ及びＩ、Ｓ及びＳ、Ｍ及びＩ、Ｅ及びＩなので、す
べてのウエイについてＬ１キャッシュ1a、1bの双方がス
テートＩであるウエイが存在しない結果をえる。そこ
で、先行リプレース決定回路1111はＬＲＵ参照手段1105
によりＬＲＵ1104を調べ、最も古くにアクセスされたア
ドレスＡを先行リプレース対象と決定し、リプレース処
理手段1107に対して無効化要求を出す。ライトバック要
求を受けたリプレース処理手段1107はL2アクセス手段11
02に対してアドレスＡに対するリード要求を出す。この
リクエストがL2アクセス手段1102により受け付けられる
と、先行リプレース決定手段1111はステート保持手段11
10に対し、保持してあるアドレスＡ、アドレスＢ、アド
レスＣ、アドレスＤのキャッシュラインのステート情報
を消去する要求を出し、ステート保持手段1110に保持し
てあるステート情報を削除する。リード要求を受けたL2
アクセス手段1102はレベル１のバス4に対してアドレス
Ａに対するリード要求を出す。Ｌ１キャッシュ1aにはス
テートMの状態でデータが存在するので、レベル１のバ
ス4におけるＬ２キャッシュシステム2からの無効化要求
に対するＬ１キャッシュ1aのスヌープ結果はヒットエム
になる。Ｌ２キャッシュシステム2はＬ１キャッシュか
らのライトバックデータを受け取る。データの受け取り
が完了した時点で 、Ｌ２キャッシュ1101はデータを主
記憶3に対して書き戻し、ステートをＩに変更する。

Claims (11)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ＭＥＳＩプロトコルにより制御され、Ｎ
   次キャッシュシステムとそれに包含されるＮ−１次キャ
   ッシュシステムからなり、上記Ｎ次キャッシュシステム
   上のキャッシュラインの各ウェイのステートを調べる第
   一の調査手段と上記Ｎ次キャッシュシステム上のキャッ
   シュラインの各ウェイに格納されたデータのアドレスの
   上記Ｎ−１次キャッシュシステムにおけるステートを調
   査する第二の調査手段とを有するキャツシュシステムに
   おいて、調査したステート情報を保持する手段、先行リ
   プレース基準を保持する手段、上記ステート情報と上記
   リプレース基準とからリプレース対象を決定する手段を
   備え、予め設定した条件に一致するキャッシュラインの
   ウェイに格納されたデータをＮ−１次キャッシュシステ
   ムからのキャッシュミスによるリプレース要求が発生す
   る前に先行してリプレースすることを特徴とするキャッ
   シュシステム。
2. 【請求項２】 上記先行リプレース基準は、Ｎ次キャッ
   シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
   イがステートＭであることを特徴とする請求項１記載の
   キャッシュシステム。
3. 【請求項３】 上記先行リプレース基準は、Ｎ次キャッ
   シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
   イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
   ムの該当するキャッシュラインのウェイがステートＩで
   あることを特徴とする請求項１記載のキャッシュシステ
   ム。
4. 【請求項４】 上記先行リプレース基準は、Ｎ次キャッ
   シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
   イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
   ムの該当するキャッシュラインのウェイがステートＥ又
   はＳ又はＩであることを特徴とする請求項１記載のキャ
   ッシュシステム。
5. 【請求項５】 上記先行リプレース基準は、Ｎ次キャッ
   シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
   イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
   ムの該当するキャッシュラインがステートＭ以外の同一
   ステートのウェイを有するときはＬＲＵ制御に従いいず
   れかのウェイを選択することを特徴とする請求項１〜請
   求項４のいずれかに記載のキャッシュシステム。
6. 【請求項６】 上記先行リプレース基準は、Ｎ次キャッ
   シュシステムの該当するキャッシュラインの全てのウェ
   イがステートＭであり、かつＮ−１次キャッシュシステ
   ムの該当するキャッシュラインのウェイが先行リプレー
   ス基準を満たさないときはＬＲＵ制御に従いいずれかの
   ウェイを選択することを特徴とする請求項１〜請求項４
   のいずれかに記載のキャッシュシステム。
7. 【請求項７】 上記先行リプレースは、キャッシュライ
   ンのウェイに格納されたデータを無効化することである
   ことを特徴とする請求項１〜請求項６のいずれかに記載
   のキャッシュシステム。
8. 【請求項８】 上記先行リプレースは、キャッシュライ
   ンのウェイに格納されたデータをライトバックすること
   であることを特徴とする請求項１〜請求項６のいずれか
   に記載のキャッシュシステム。
9. 【請求項９】 バスの状態を監視するバス監視手段と先
   行してリプレースする要求を保持する先行リプレース要
   求保持手段を備え、バスがアイドル状態又はバストラフ
   ィックが低負荷状態のとき先行リプレース要求を発行す
   ることを特徴とする請求項１〜請求項８のいずれかに記
   載のキャッシュシステム。
10. 【請求項１０】 バス上に発行されているトランザクシ
    ョン数が予め設定した基準値以下のとき先行リプレース
    要求を発行することを特徴とする請求項１〜請求項８の
    いずれかに記載のキャッシュシステム。
11. 【請求項１１】 Ｎ−１次キャッシュシステム及びＮ次
    キャッシュシステムがスヌープ中でないとき先行リプレ
    ース要求を発行することを特徴とする請求項１〜請求項
    ８のいずれかに記載のキャッシュシステム。