JPH11501141A - 分割トランザクション・スヌーピング・バスおよび調停方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 分割トランザクション・スヌーピング・バス上において、少なくとも１つのかかるバスを有するコンピュータ・システムに対するスヌーピングを実施する。ＣＰＵまたはその他の装置および／または分散メモリ、データ入出力バッファ、要求タグ・キューを含むキュー、コヒーレント入力キュー（"ＣＩＱ"）、およびアドレス・バス調停を実施するアドレス・コントローラを含む回路基板を、１系統以上の分割トランザクション・スヌーピング・バス・システムに差し込む。全ての装置は、アドレス・バス上でスヌープを行い、識別されたラインが所有されているのかあるは共有されているのかを学習し、適切な所有／共有信号を発行する。無視信号を受け取ると、トランザクションのＣＩＱへのロードが禁止され、この禁止は、当該トランザクションが再ロードされ、無視がディアサートされるまで続く。要求されたメモリ・ラインの所有権は、要求の時点で直ちに移転する。アドレス・バス上の状態トランザクションが、要求には依存せずに、原子的かつ論理的に発生するように、アサートされた要求は列に並べられる。同じデータに対する以降の要求にはタグが付けられ、オーナー要求元の責務を負うことになる。

Description

【発明の詳細な説明】 分割トランザクション・スヌーピング・バスおよび調停方法 発明の分野 本発明は、一般的にコンピュータ・バス・アーキテクチャに関し、更に特定す れば、分割トランザクション・スヌーピング・バス(split transaction snoopig b us)、当該バス上におけるスヌーピングおよびかかるバスに対するプロトコルを 実施し、バスを越えてコヒーレント・ドメイン(coherent domain)を拡張し、全 体的なデータ応答を最適化し、共有資源へのアクセスに対する調停を行い、なら びにシステム内の共有資源に対するアクセスのレイテンシ短縮を図った優先的総 当たり調停(prioritize round-robin arbitration)を提供する方法および装置に 関するものである。 発明の背景 サーバ、ワークステーションなどを含む最近のコンピュータ・システムは、典 型的に、メモリのラインにキャッシュ可能な入出力（「Ｉ／Ｏ」または「ＩＯ」 ）ユニット、あるいは中央演算装置群（「ＣＰＵ群」）またはマイクロプロセッ サ群、および関連する分散型ＣＰＵランダム・アクセス・メモリ・ユニット（「 ＲＡＭ」）のような数種類の装置を有する。（ここで用いる場合、「ＣＰＵ」お よび「装置」という用語は、相互交換可能に用いるものとする。）種々の装置は 互いに通信可能であると共に、要求、コマンド、メモリ・アドレス、データ等を 含む種々の情報を種々の装置間で搬送する１つ以上のバスを通じてＲＡＭとの通 信も可能となっている。かかる情報は、典型的に、例えば６４ビット即ち８バイ トというような広いビット幅のバス・ライン上をパケット状で、システム・クロ ック周波数によって影響を受ける伝送速度で伝送される。 コンピュータ・システムの主メモリは、通常大きな記憶容量を有するが、比較 的データ・アクセスが遅い。データ・アクセスの高速化を達成すると共に、主メ モリへのアクセス回数を減らすために、多くの装置（特にＣＰＵ）は、キャッシ ュと呼ばれる、小型で高速なローカル・メモリを有している。キャッシュは、頻 繁にかつ最近用いられたデータのコピーを格納することにより、当該装置が主メ モリの代わりにキャッシュにアクセス可能にするために用いられる。 装置がそのキャッシュ内にあるメモリ位置にデータを書き込むための技法につ いては、そのいくつかが当技術では公知である。いわゆる「ライト・スルー」キ ャッシュでは、データは、キャッシュおよび主メモリに書き込むことができる。 また、「ライトバック」（または「コピー・バック」）キャッシュでは、データ はキャッシュにのみ書き込むことができる。ライトバック・キャッシュでは、主 メモリ内のデータは、もはや正しくない「状態」であり、キャッシュのみが当該 メモリ位置の正しいコピーを保持する。キャッシュ内において変更されたデータ のコピーを、「ダーティ」と呼ぶ。ダーティ・データをキャッシュから除去しな ければならない場合（別のメモリ位置のコピーのために余裕を作る際）、ダーテ ィ・データをメモリに書き戻さなければならない。本発明は、ライトバック・キ ャッシュを用いるコンピュータ・システムに関して記載するが、本発明は、ライ ト・スルー・キャッシュと共に用いるために一般化することも可能である。 キャッシュのコヒーレンス(cache coherence)が重要であることは理解されよ う。多数の装置がそれらのキャッシュ内に同じメモリ位置のローカル・コピーを 有する場合、正しいシステム動作を行うためには、全ての装置がそれらのキャッ シュ内で同じデータを観察することが必要となる（何故なら、これらは同じメモ リ位置のコピーを保持することを意味するからである）。しかし、これらの装置 の１つ以上がそれらのキャッシュにそのデータのローカル・コピーを書き込んだ 場合、全ての装置が同じデータを観察することはもはや不可能となる。キャッシ ュのコヒーレンスとは、全ての装置がそれらのキャッシュにおいて同じメモリ位 置の同じデータを観察するのを保証するタスクのことである。これを行うには、 いずれかの装置がそのキャッシュ内のデータを変更した場合、他のキャッシュ全 てにおけるデータのコピーを更新するか、あるいは他のキャッシュ全てにおける データのコピーを削除する。本発明は、第２のタイプのキャッシュ・コヒーレン スを採用したシステムと共に用いる場合に関して記載するが、実際にはいずれの タイプのコヒーレンスでも採用可能である。尚、ライトバック・キャッシュを使 用する 場合、他のキャッシュでダーティとなっているメモリ位置のコピーを装置が必要 とする際、このデータは、メモリからではなく、ダーティなデータを有するキャ ッシュから得なければならない（何故なら、メモリ内のデータは古いからである ）。 いわゆるスヌーピング・プロトコル(snooping protocol)は、キャッシュのコ ヒーレンスを実施するための一般的な技法である。各キャッシュは、キャッシュ 内の各メモリ位置に対する状態を維持する。装置があるメモリ位置のリードまた は書き込みを望む場合、通常バスを通じてその要求の同報通信を行う。この要求 は、全ての装置によって、観察され、その状態とのチェックが行われる。即ち、 要求が「スヌープ」される。リード要求に対しては、メモリの代わりに、ダーテ ィなコピーを有するキャッシュがデータで応答する。ライト要求に対しては、他 のキャッシュは全て、それらのデータ・コピーを無効化するか、あるいは更新す る。 通常、トランザクションは、アドレスを含む要求を伴い、その後にデータを含 む応答が続く。いわゆる「回線交換」バスでは、トランザクションは、次のトラ ンザクションが開始可能となる前に、完了しなければならない。要求と応答との 間に長い遅延がある場合、バスはその遅延の持続期間中アイドルのままであり、 その結果バスの帯域が失われる。対照的に、いわゆる「分割トランザクション」 （または「パケット交換）バスでは、所与のトランザクションに対する要求と応 答との間に、他のトランザクションに対する要求および応答が可能である。これ によって、所与のトランザクションに対する要求と応答との間に遅延があっても 、バスの帯域を最大限利用することが可能となる。 あるメモリ位置からデータを読み取るか、あるいはあるメモリ位置にデータを 書き込もうとするＣＰＵは、典型的に、まずシステム・バスを通じて要求型信号 をシステムに同報通信する。しかしながら、他の装置も同じ信号を同時にバスを 通じて同報通信しなければならない場合もある。バス上では一度に１つの信号値 のみの送信が許されているに過ぎないため、装置はバスの使用について調停を行 わなければならず、調停を実施する機構が用意されている。更に、これらの要求 およびデータならびに他の信号を搬送する共通のシステム・バスは有限な資源で あり、その送信帯域は、ビット・ライン数およびシステムのクロック速度によっ て決定される。 これらの要求およびデータならびに他の信号を搬送する共通のシステム・バス は有限な資源であり、その送信帯域は、ビット線数およびシステムのクロック速 度によって決定される。潜在的に衝突(conflict)し得る要求を調停し、アクセス 要求を許可する高速な機構を用いてもなお、バス・システムにはスループットお よび応答を最大限高めるという課題がある。例えば、従来技術の調停方式には、 ２クロック・サイクル以上のレイテンシが発生するという不利が伴う。 従来技術のシステムは、共通なアドレスに関与する多数のトランザクションに 対処する必要性のため、複雑である。かかる両義性(ambiguity)を減らすために 、かかるシステムは「未了」または「遷移」状態を定義しなければならない。こ のために、実施態様全体の複雑度を一層高めることになる。かかるシステムにお いてフロー制御を賦諜し、衝突の両義性を回避するための従来技術の試みは、扱 いにくいものでもあった。 データ要求がその要求後直ちに完了しないシステムには、複雑な機構を用いて 、最終的にその要求が完了することを保証しなければならない。メモリが分散さ れているシステムでは、コヒーレントなドメイン、例えば、常にコヒーレントに 保たれているメモリ空間の維持を迅速に行うことが課題となっている。現在無効 なデータを保持しているメモリ位置からデータを読み取るトランザクション要求 は、従来技術では迅速に完了することはできない。最初にそのメモリ位置に有効 なデータを書き込み直す必要があり、そうした後に初めてその有効データを要求 元に供給することが可能となる。スヌーピング分割トランザクション・バス・シ ステムにおいてこれらのプロセスを実施する従来技術の手順は複雑であり、時間 がかかる。 分割スヌーピング・バス・システムのためのアーキテクチャは、かかるバス・ システムを数系統必要とするシステム、例えば、多数のワークステーションを備 えたネットワータにおける使用に適したものでなければならない。単一のバス・ システムを備えたコンピュータ・システムでは、アドレス・バス上にトランザク ションが置かれる順序が、絶対的な時間関係を決定する。したがって、ＣＰＵ Ａによって開始されたトランザクションが、ＣＰＵ Ｂによって開始されたトラ ンザクションよりも前にバス上に現れた場合、コンピュータ・システムは、トラ ン ザクションＡがトランザクションＢに先立つと見なし、変更されることはない。 しかしながら、かかるコンピュータ・システムを複数含み、複数のバス・システ ムを備えているシステムでは、かかる単純な想定はもはやあり得ない。かかる例 の１つは、少なくとも２台のワークステーションを備えたネットワークであろう 。 単一のバス・システムを有する下位コンピュータ・システムでは、当該バス・ システム内のアドレス・バス上にアドレス・パケットが現れる時間的な順序によ って、トランザクションの順序が一意的に定義される場合がある。しかしながら 、かかる下位システムを複数備え、複数のバス・システムを有するシステムでは 、トランザクションに対する全体的な順序を定義することが必要であるが、非常 に困難である。例えば、下位システム１のＣＰＵが、下位システム１を含むあら ゆる下位システム内にあり得るメモリ位置にデータを書き込みたい場合がある。 全く同時に、他の下位システムのＣＰＵが、同一のメモリ位置または別のメモリ 位置にデータを書き込みたい場合がある。これら２つの同時トランザクション間 で、全体的な順序を定義するにはどうすればよいのであろうか。 結果的に生じる不確実性のために、トランザクションの順序に敏感な(critica l)ルーチンを実行する際に、問題を発生する可能性がある。更に、従来技術では かかるシステムに対して全体的なトランザクションの順序を効果的に定義できな いために、システムのデッドロックに至る可能性もある。したがって、スヌーピ ング分割トランザクション・バス・システムを採用するコンピュータ・システム を含むコンピュータ・システムにおいて、コヒーレントなドメインを拡大(promo te)する迅速な実行機構が必要とされている。好ましくは、有効なデータを書き 込んで、要求の対象である、無効データを含むメモリを更新しているとき、かか る機構はそのデータに関与する元のトランザクションを同時に再発行しなければ ならない。 先に記したように、システム・バスのような共有資源に対するアクセスを調停 する機構が必要とされている。いわゆる従来技術の公平なアルゴリズムでは、ア ービトレータ(arbitrator)は、要求が到達した順に、ＣＰＵにバス・アクセスを 許可する。したがって、要求が最も長い時間未了となっていたＣＰＵにアクセス が許可される。個々のＣＰＵの要求には、重要性による優先度は割り当てられず 、 唯一の基準は、種々の要求の時間的順序だけである。この公平アルゴリズムの利 点は、種々のＣＰＵの要求に伴う複雑な履歴を格納しなくてもよいことである。 他の従来技術の方法に、いわゆる総当たりアルゴリズム(round robinalgorith m)がある。この場合、ＣＰＵ間で巡回順序を定義することにより、最も恵まれた 要求元ＣＰＵの地位(identity)が移動するようにする。即ち、ＣＰＵ Ｎが最新 の調停許可を受けた場合、ＣＰＵ Ｎ＋１が要求をアサートしたならば、ＣＰＵ Ｎ＋１が次の許可を受ける。総当たりアルゴリズムはコンピュータ・システム の設計者には好評であるが、かかるアルゴリズムは、ロジック深度(logicdepth) が小さい場合には実施が難しい。しかしながら、階層レベルが深い総当たりを使 用すると、許可のウイナ(winner)を決定するために必要なクロック・サイクルが かかり過ぎてしまう。何故なら、複数の下位レベルの各々においてウイナを決定 し、その後で下位レベルのウイナの中からウイナを決定しなければならないから である。例えば、全ての要求が共通な論理レベルで処理される、論理深度がない 、より高速であるが比較的「平坦な」、即ち、階層がない総当たりを実施するこ とも可能であるが、論理ゲートの複雑性はそれでも存在する。 更に他の従来技術のアルゴリズムに、種々のＣＰＵの優先度を静的に決定する ものがある。即ち、ＣＰＵ０には永久的に最高の優先度を指定し、ＣＰＵ１には 次に高い優先度を指定する、等とする。その結果、ＣＰＵ２は、ＣＰＵ０または ＣＰＵ１のいずれも現在バス・アクセスを要求していない場合でなければ、調停 許可を受けることができない。この静的優先度決定方式は、特に実施が簡単であ るという利点がある。 上述の技法のいずれかを用いた場合、アービトレータからバス・アクセス許可 を受けた要求元ＣＰＵがアクセスを得ている間、他のあらゆる要求元ＣＰＵから の要求は、禁止即ち中断状態で待っていなければならない。この状態は、要求元 のＣＰＵがその調停許可を受け、そのデータまたは所望のアドレスあるいはその 他の信号をバス上に置き、そのトランザクションを完了するまで続く。 従来技術では、バスに対するアクセスの競合する要求を調停するために用いら れる機構には無関係に、データのために１本の調停ラインが用いられ、アドレス のために第２の調停ラインが用いられることがある。先に注記したように、許可 アクセスを勝ち取ったＣＰＵによる調停、許可、およびアクセスの時間中、他の 未了の要求は、最初に許可された要求の競合の間、一時的に禁止される。 かかる技法は動作するものの、最初のＣＰＵ要求、当該ＣＰＵへの調停の許可 、バスへのＣＰＵのアクセス、ならびにバス・アクセスを受けるための次の要求 元に対する調停およびバス・アクセスの許可の間に多くのクロック・サイクルが 経過するはずであり、レイテンシによる不利が余りに大きくなり過ぎる可能性が ある。したがって、禁止機構を用いずに、最短のレイテンシ時間を達成する、バ ス・アクセス調停方法および装置が必要とされている。 更に、分割トランザクションおよびスヌーピングを可能とする、バス・システ ムのための構造的プロトコルも必要とされている。好ましくは、かかるプロトコ ル・アーキテクチャは、好ましいバス帯域および低いレイテンシを得つつ、多数 のＣＰＵおよび大量のメモリに対応すべきである。同時に多数のトランザクショ ンの進展を可能とし、禁止、多数の再試行サイクル、未了または遷移状態を賦課 せずに、単純なフロー制御が得られるようにすべきである。かかるプロトコルは 、かかる分割トランザクション・スヌーピング・バス・システムをいくつか含む ことができるような、システムの大型化を可能とすべきである。本発明は、かか る調停方法および装置、ならびに分割トランザクション・バス上において所望の スヌーピングを実施する方法および装置を提供し、更にかかるバスおよびそのた めのプロトコルを提供するものである。 本発明の概要 本発明は、分割トランザクション・スヌーピング・バス、バス・プロトコルお よびバス・スヌーピングを実施する方法および装置、ならびにバスを越えてコヒ ーレンス・ドメインを拡張する技法、全体的なデータ応答を最適化する技法、お よびレイテンシが短い優先的総当たり調停を用いた、共有資源に対するアクセス を調停する技法を提示する。分割トランザクション・スヌーピング・バス・プロ トコルおよびアーキテクチャは、１系統以上のかかるバスを有するシステムに用 いるために設けられる。 好適実施例では、好適なスヌーピング分割トランザクション・バス・システム において、ＣＰＵ装置および分散型メモリを内蔵した回路カードを、バス・イン ターフェースに差し込む。バス・システム・レベルのバスを、グローバル・ネッ トワーク・インターフェースによって結合し、オムニバス・システムを形成する ことができる。サブシステム・レベルにおいて、例えば、ＣＰＵおよび／または 分散メモリのような装置を含む回路基板を、１つ以上の分割トランザクション・ スヌーピング・バス・システムに差し込む。各回路カードは、更に、ビット・ス ライス・データ・バッファおよびＤＴＡＧ ＲＡＭバッファ、要求タグ・キュー を含むキュー、およびバス・システムにアクセスする種々の装置からの、潜在的 に競合し得る要求を調節する調停機構を実施するアドレス・コントローラを含む 、データ入出力バッファを内蔵することが好ましい。好ましくは、単一の調停バ スを多重化し、アドレス・バスおよびデータ・バス要求トランザクションを搬送 するようにし、要求と応答との間の時間は可変とするが、２クロック・サイクル 程度の短さとすることが好ましい。アドレスおよびデータ・バス・トランザクシ ョンの長さは、各々２サイクルとすることが好ましい。 各アドレス・コントローラに関連するコヒーレント入力キュー（"ＣＩＱ"）は 、関連する装置によって要求されるトランザクションを収容する。かかるトラン ザクションは、バスまたはオムニバス（以降「バス／オムニバス」と記す）シス テムを通じてアサートされる。全ての装置はアドレス・バス上でスヌープし、パ ケット・アドレスおよび回路基板タグ・メモリ（「装置レベル・タグ」）から、 識別したラインが所有されているかあるいは共有されているかについて学習する 。当該ラインのキャッシュされたコピーを有する基板は共有信号をアサートし、 当該ラインを所有する基板は所有信号をアサートする。無視信号を受信すると、 トランザクションをコヒーレント入力キューにロードするのが禁止され、無視信 号がもはやアサートされなくなるまで、トランザクションがバス・システム上に 現れるのを延期させる。ディアサートされると、分散型メモリ内の元の位置にア クセスしようとしている同じトランザクションがＣＩＱにロードされ、有効なト ランザクションとしてバス／オムニバス・システム上に現れることができ、こう して、トランザクションの順序を所望通りに変更することができる。 一実施例では、グローバル・ネットワーク・インターフェースは、ＩＧＮＯＲ Ｅ信 号を発生する機構を備え、種々の回路基板間に分散されているメモリ・システム 内のキャッシュ・ライン全てについての状態情報表を起動する(start)メモリを 含む。グローバル・ネットワーク・インターフェース機構が、全体的なトランザ クションの再順序付けをすべきと判断した場合、トランザクションは無視される 。ＩＧＮＯＲＥ信号がアサートされると、かかるトランザクションのＣＩＱへの ロードが禁止され、これによって、その時点におけるトランザクションの順序付 けを禁止する。後に、ＩＧＮＯＲＥ信号のアサートが解除されたときに、このト ランザクションの再発行が可能となる。このように、本発明は、全体的なトラン ザクションの最適な再順序付けを図ることができる。しかし、かかる全体的な再 順序付けのために、データを要求し、アサートされたトランザクションに応答し た結果、所望のデータの古いバーションが要求元に供給される可能性がある。 要求されたメモリ・ラインの所有権は、要求時に、例えば、要求データが要求 元装置によって受信される以前に、直ちに移転される。本発明は、タグ・パイプ ライン・バイパスを実施し、アサートされた要求は、アドレス・バス上の状態ト ランザクションが、要求に依存せずに、原子的かつ論理的に発生するように、キ ューに並べられる。同じデータに対する以降の要求にはタグが付けられ、所望の データが未だ転送されていなくても、それらがオーナー要求元の任務を負うよう にする。高いスループットを促進するために、以降の要求元のアクティビティを 中止せずに、以前の要求トランザクションの許可および完了を待つ。プロセッサ ・レベルのキャッシュは、トランザクション・データの受信時に状態を変化させ る。 本発明は、ライト型動作に対する新しいトランザクション、即ち、ＲeadＴoＳ hareＦorkトランザクションを与える。このトランザクションは、現在古いまた は劣化したデータを保持しているメモリ・アドレスが要求された際に、システム がこのメモリ・アドレスに有効なデータを書き込むと共に、このデータを迅速に 元の要求元に供給する、即ち、引き込ませることを同時に可能とする。こうして 、従来技術における場合に可能であったよりも、最初に要求されたトランザクシ ョンを大幅に高速化して完了することを可能としつつ、分散型メモリ・システム においてコヒーレンス性を維持する。 要求されたメモリ位置に有効データを書き込んでメモリを更新する場合、同じ メモリ・アドレスおよびトランザクションＳourceＩＤ情報を用いて、このデー タを読み出す未決のトランザクションを再発行させる。しかしながら、本質的に 有効データを２つの宛先に同時に送ることにより、双方の「トランザクション」 は同時に発生する。 他の態様においては、１系統または多くのかかるバスを有するシステムにおい て用いるために、分割トランザクション・スヌーピング・バス・プロトコルおよ びアーキテクチャを提供する。例えば、ＣＰＵおよび／または分散型メモリのよ うな装置を含む回路基板を、１系統以上の分割トランザクション・スヌーピング ・バス・システムに差し込む。各回路基板は、更に、ビット・スライス・データ ・バッファおよびＤＴＡＧ ＲＡＭバッファ、要求タグ・キューを含むキュー、 およびバス・システムにアクセスする種々の装置からの、潜在的に競合し得る要 求を調節する調停機構を実施するアドレス・コントローラを含む、データ入出力 バッファを内蔵することが好ましい。 好ましくは、単一の調停バスを多重化し、アドレス・バスおよびデータ・バス 要求トランザクションを搬送するようにし、アドレスおよびデータ・バス・トラ ンザクションの長さは、各々２サイクルとすることが好ましい。アドレス・バス および調停バスは、各々同じサイクルにおいて駆動することにより、帯域の拡張 を図る。要求と応答との間の時間は可変とするが、２クロック・サイクル程度の 短さとすることが好ましい。 多くのＣＰＵが、別個のアドレス・バスおよび調停バスを含む共有システム・ バスにアクセス可能なコンピュータ・システムでは、バスの中でも、アドレス・ バスに対するアクセスの調停を迅速に行わなければならない。本発明は、優先的 調停(prioritized arbitration)の利点が階層的に得られる、レイテンシが低い 分散型総当たり調停機構も提供する。好適な実施態様では、基本的な２クロック ・サイクルを用い、各アドレス・バス・パケットおよび各データ・バス・パケッ トは２サイクルを必要とする。 好ましくは、２つのＣＰＵおよび関連するＲＡＭを、共有システム・バスに動 作中のさし込み(hot-plug)が可能な複数のカードの各々に設ける。各カードは、 ２レベルの階層を有する調停機構を実施するロジックを内蔵したアドレス・コン トローラを含む。２レベルの階層とは、単一のトップ・アービトレータ(toparbi trator)と、好ましくは４つのリーフ・アービトレータ(leaf arbitrator)である 。トップ・アービトレータと各リーフ・アービトレータとの間には、上向きの要 求ライン（"rout"）、上向きのウイナ右側(winner-to-the-right)("wrgt")ライ ン、および下向きの許可ライン（"win"）がある。各リーフ・アービトレータは 、４本の要求入力ライン（"rin"）を有し、これらの各ラインは、当該リーフ・ アービトレータが対処する単一のＣＰＵに結合されている。 アドレス・バス・アクセスに対する調停を行いたいＣＰＵは、それ自体が結合 されているリーフ・アービトレータへのrinラインを通じて、トップ・アービト レータへの要求を開始する。各ローカル・リーフ・アービトレータは、それ自体 のrinライン上に存在し得る０ないし４つの要求間における調停を行い、その要 求元間でウイナを決定し、トップ・アービトレータへのroutライン上に信号を出 力し、アクセスを望むＣＰＵを有することを示す。rinラインは、優先度に関し てＣＰＵ０＞ＣＰＵ１＞ＣＰＵ２＞ＣＰＵ３となるように、優先順位が決められ ている。最終ウイナ（"ＬＷ"）ポインタ機構が、各リーフ・アービトレータ内に あり、調停の付与の後右に移動する。この位置変更は、wrgt出力ラインを介して トップ・アービトレータに結合される。トップ・アービトレータの観点からは、 最初のリーフ・アービトレータは２番目のリーフ・アービトレータより優先度が 高く、２番目のリーフ・アービトレータは３番目のリーフ・アービトレータより 優先度が高く、３番目のリーフ・アービトレータは４番目のリーフ・アービトレ ータより優先度が高いというように、リーフ・アービトレータの優先度が決めら れる。 各カードのアドレス・コントローラは、調停バス（バスの中でもとりわけ）と 通信を行う。調停バスは、各カード上の調停機構が同時にかつ同期して全ての調 停要求およびトップ・アービトレータの許可を見ることができるようにすると共 に、同じＬＷ状態を有することができるようにする。 リーフ・レベル調停は自律的であり、並行して発生する。例えば、ＣＰＵ０が 最後にリーフ・レベル調停に勝利した場合、これは除外され、リーフ・アービト レータ１は、そのＣＰＵ１がアクセスを要求した場合、それに対する許可を要求 する。２番目のリーフ・アービトレータ内において、ＣＰＵ５が最後に勝利した 場合、それは除外され、次いでＣＰＵ６が勝利することができる（要求した場合 ）。トップ・アービトレータのレベルでは、最初のリーフ・アービトレータが最 後に許可を勝ち取った場合、これは除外され、２番目のリーフ・アービトレータ が勝利する。即ち、そのＣＰＵ６が、調停許可を勝ち取ることができる。 最終ウイナ・ポインタは、システム・クロック・サイクル毎に１回、同期して リセットされる。好適実施例では、低いレイテンシが得られる。これは、アドレ ス・バスに対する調停により、アドレス・パケットを同時に同報通信できるから である。これは、従来技術の方式において、最初に調停を行い次いでアドレス・ パケットを出力する場合よりも高速である。各アドレス制御が自立的な調停ユニ ットを含んでいるという点において、調停は分散されている。リーフ・レベルの 調停が行われている間、トップ・アービトレータは、そのＬＷポインタから、ど のリーフ・アービトレータが調停許可を勝ち取るかについて決定を下すことがで きる。 本発明のその他の特徴および利点は、以下の説明から明らかとなろう。以下の 説明では、好適実施例について、添付図面と関連付けながら、詳細に説明してあ る。 図面の簡単な説明 第１図は、多数のバス・システムがあり、各バス・システムが基板に実装され ている装置とのインターフェースを行う、本発明を実施する好適実施例によるグ ローバル・ネットワーク・システムの一部を示す。 第２図は、第１図に示したプラグ・イン回路の詳細図である。 第３図は、第１図に示したような回路基板アドレス・コントローラ内のバッフ ァ動作の詳細図である。 第４図は、第１図のシステムについて、データＩＤバスの駆動とデータ・バス の駆動との間のレイテンシを示す。 第５図は、第１図のシステムに対する、アドレス・バスおよび信号バスのパリ ティ比較に伴うレイテンシを示す。 第６図は、本発明による、高速モード調停に関連する信号タイミングを示す。 第７図は、本発明による、衝突が存在する場合における、高速モード調停に関 連する信号タイミングを示す。 第８図は、本発明による、第１図のシステムに対するアドレス・コントローラ 調停ユニットの詳細図である。 第９図は、第８図に示したような、本発明による、優先的総当たり調停ユニッ トの論理図を示す。 好適実施例の詳細な説明 本発明にはいくつかの態様があり、分割トランザクション・スヌーピング・バ ス・アーキテクチャおよびプロトコルの提供、ならびに分割トランザクション・ バス上におけるスヌーピングを含む。本発明による分割トランザクション・スヌ ーピング・バス・システムは、他のバス・システムを有さないシステムにおいて 典型的に用いるものであるが、本発明は、かかる分割トランザクション・スヌー ピング・バス・システムを数系統含む、より大型のシステムにおいても実施が可 能である。また、本発明は、コンピュータ環境における共有システム資源、即ち 、多くのＣＰＵによって共有されるアドレス・バスに対するアクセスの迅速な調 停を行う、レイテンシが低い分散階層総当たり型機構も提供する。 最も一般的な場合を図示するために、第１図は電子式グローバル・ネットワー ク・システム１０を示す。システム１０は、グローバル・ネットワーク・インタ ーフェース機構１５を含み、これに複数の共有バス・システム２０，２０’等が 結合されている（図示を簡単にするために２系統のバス・システムのみを示すが 、２系統以上のかかるシステムが存在し得ることは理解されよう。）各共有バス ・システムは、インターフェース・アーキテクチャ３０，３０’によって、例え ば、４０−Ｎのような複数のラインを通じて、好ましくは同一の複数のプラグイ ン基板５０−Ｎの各々に結合されている、数系統のバス（これより説明する）を 備えている。 インターフェース機構１５は、無視信号発生機構１７、および基板５０−Ｎ， ５０’Ｎ等の間に分散されているメモリ内のキャッシュ・ライン全てのテーブル １９を格納するメモリを含む。 好適実施例では、システム１０はコンピュータ・ワークステーションであり、 インターフェース３０は、基板５０−Ｎ間において、無効化に基づくキャッシュ ・コヒーレンス(invalidation-based cache coherence)を有する、分割トランザ クション・スヌーピング・バス・システムを定義する。総称して、バス・システ ム２０，２０’等の一群を、システム１０全体に対して、オムニバス・システム ２０”とも呼ぶことにする。しかしながら、ここに記載する本発明は、単一のバ ス・システム２０および単一のバス・インターフェース３０を備えているシステ ムにも使用可能であることは理解されよう。 例えば、バス２０のような単一のバス・システムを備えたコンピュータ・サブ システムでは、トランザクションがアドレス・バスに置かれた順序が、絶対的か つ一意的な時間関係を決定する。したがって、ＣＰＵ Ａ（例えば、あるタイプ の装置）によって開始されたトランザクションが、ＣＰＵ Ｂによって開始され たトランザクションの前にバス上に現れた場合、コンピュータ・システムは、ト ランザクションＡを、トランザクションＢに先立つものとして見なし、変更する ことはできない。しかしながら、かかる単純な想定は、かかるコンピュータ・サ ブシステムを複数個含み、集合的にオムニバス・バス・システム２０”を形成す る複数のバス・システムを備えたシステム１０ではもはや通用しない。システム １０全体に対して、全体的なトランザクションの最適な順序を定義するのが、無 視機構１７の機能である。 回路基板５０−Ｎは、システム１０内において相互接続可能であり、物理的に 、好ましくは同一の１６個あるプラグイン基板スロットの内の１つに差し込む。 スロットは、各コンピュータ・サブシステムに関連する中央面の各側に８つずつ 実装されていることが好ましい。これらスロットのいずれにも、多数のＣＰＵお よび関連するＲＡＭ、または好ましくは２系統のＳバスを含む入出力（「Ｉ／Ｏ 」または「ＩＯ」）装置を内蔵した、プラグイン回路基板を挿入することができ る。この明細書のかなり後で説明するが、基板５０−Ｎは、システム１０の動作 中、即ち、「ホット」な状態の間でも、差し込むことができる。好適実施例では 、中央面のクロック速度は約８３．３Ｍｈｚであり、関連するバス・データ帯域 は約 ２．６７ＧＢ／秒である。 各回路基板は、１つまたは２つのユニバーサル・ポート・アーキテクチャ（Ｕ ＰＡ：universal port architecture）と互換性のあるＣＰＵ装置、例えば、特 定のインターフェースおよび好ましくはランダム・アクセス・メモリ（「ＲＡＭ 」）を有する装置を含むことが好ましい。 第２図は、バス・システム２０および典型的なプラグイン回路基板５０−Ｎを 、更に詳細に示す。第２図において、実線経路はデータ経路を表し、破線経路（ 例えば、アドレス・コントローラ１８０からアドレス・バス６０）はアドレス経 路を表す。この後説明するように、アドレス・コントローラ１８０内の分散調停 （"ＡＲＢ"）ユニット１８６は、本発明の一態様を実施する。 第２図は、バス・システム２０および典型的なプラグイン回路基板５０−Ｎを 、更に詳細に示す。第２図において、実線経路はデータ経路を表し、破線経路（ 例えば、アドレス・コントローラ１８０からアドレス・バス６０）はアドレス経 路を表す。アドレス・コントローラ１８０内の好ましい分散型調停（"ＡＲＢ"） ユニット１８６は、関連するアドレス・バスに対するアクセスの調停を行う。調 停ユニット１８６において、要素Ａ，Ｂ，Ｃ，およびＤは、リーフ・レベル・ア ービトレータを表し、要素Ｅはトップ・レベル・アービトレータを表す。各リー フ・レベル・アービトレータは、当該リーフ・レベルにおけるバス・アクセスに 対する調停を行い、トップ・レベル・アービトレータは、競合するリーフ・レベ ル・ウイナ間においてバス・アクセスの調停を行う。 第２図に示すように、各基板５０−Ｎは、好ましくは、データ・バス７０（ラ イン束４０−Ｎ内の１本のラインを通じて）および基板上のＲＡＭ１５０−Ｎと 通信を行う、ビット・スライス型データ・バッファ・コントローラ１４０、なら びにＵＰＡ ＣＰＵ装置１６０−Ｎおよび／または１７０−Ｎ、又はＩ／Ｏユニ ットを含む。データ・バッファ・コントローラ１４０は、好ましくは、８つのビ ット・スライス集積回路（"ＩＣ"）チップを含み、これらはＵＰＡポート、メモ リ、およびバス・システム４０間の転送中データをバッファする。 各基板５０−Ｎは、更に、ＤataＢus信号以外の全信号、例えば、アドレス・ バス６０、データＩＤバス９０、調停バス８０、およびコンフィギュレーション 信 号１３０と（ライン束４０−Ｎ内のラインを通じて）通信を行うアドレス・コン トローラ１８０も含む。本発明によれば、アドレス・コントローラ１８０内には 、コヒーレント入力キュー（"ＣＩＱ”）１８２、キュー・バッファ（"ＱＢ"） １８４、および分散型調停機構（"ＡＲＢ"）１８６がある。 アドレス・コントローラ１８０は制御信号を発生し、この制御信号は経路１９ ０を通じてデータ・コントローラ１４０に搬送される。データ・バス７０、アド レス・バス／状態バス６０、調停バス８０、およびデータＩＤバス９０上の信号 タイミングは、このようなデータおよびアドレス経路の多重区分(mutiplex-part itioning)を可能とするように指定される。 第２図に示すように、アドレス・コントローラ１８０は、基板上のＲＡＭユニ ット１５０−Ｎ、および各 ＵＰＡ ＣＰＵ装置１６０−Ｎ，１７０−Ｎとも、 適切なアドレス経路を通じて通信を行う。経路２００，２１０は、アドレス・コ ントローラを、いわゆるＤtag ＲＡＭユニット２２０に結合する。 先に注記したように、「装置」は、メモリのラインをキャッシュ可能なＩ／Ｏ ユニットを表すこともある。キャッシュ・ブロックまたはキャッシュ・ラインの ために主メモリを内蔵した基板を、当該ラインの「ホーム」と名付ける。キャッ シュを含み、コヒーレンスを維持するメモリ空間を、コヒーレント・ドメインと 名付ける。対称的に、コヒーレントでないドメインは、例えば、ストリーミング ・バッファ(streaming buffer)やいわゆる"bcopy"バッファのように、格納され ているデータに対するコヒーレンスを維持せずにメモリのコピーを保持する場合 もある記憶領域である。 本発明を好適に実施するシステム１０およびインターフェース３０では、正し いキャッシュ・コヒーレントの振る舞いおよびメモリの順序を保証することが重 要である。これを行うためには、基板からバス・システムに結合される種々の信 号に対する信号タイミングおよびエンコーディングに対して必須要件を賦課し、 更にシステムの回路基板レベルの必須要件も同様に賦課する。インターフェース ・システム３０は、装置間のコヒーレンスを確保するよりはむしろ、基板間のコ ヒーレンスの確保に関係する。 第３図は、典型的なアドレス・コントローラ１８０を更に詳細に示す。全ての 装置要求は、要求出力キュー（ＲＯＱ:Ｒequest Ｏut Ｑueue）１７６によって 表されるように、順番にアドレス・バス６０に発行される。より一般化されたイ ンターフェースにおいて順序付けせずに応答の到達を許可する場合とは異なり、 システム１０をＵＰＡインターフェース装置と共に用いる場合、ＵＰＡインター フェースは順序付けという制約を賦課する。要求にはＵＰＡクラス（０または１ ）が割り当てられ、同じクラスの要求に対する応答は、要求順でなければならな い。しかしながら、異なるクラスの要求に対する応答は、どのような順序で到達 してもよい。キューＣ０Ｑ１７４およびＣ１Ｑは、同じクラスのＵＰＡ要求に対 する応答が順番に到達することを保証する機能を果たす。 ある装置に関連する全てのコヒーレントな要求および割り込み（外部のコヒー レント要求およびそれ自体のコヒーレントな要求を含む）は、ＤＴＡＧ ＲＡＭ ２２０からＤtagsによって「フィルタ処理」を受けた後、コヒーレント入力キュ ー（"ＣＩＱ"）１８２に入力される。アドレス・コントローラのＤＴＡＧメモリ ２２０の内容とタグのバス・レベルのＲＡＭ表現との間のタグ比較により、例え ば、所与のメモリ・アドレスから古い（例えば、現状では有効でない）データを 求める要求を、素早く識別するためのフィルタ処理を可能にする。 装置との関連では、局所的な要求は、装置自体からの要求であり、それに対し て外部要求(foreign request)は、他の装置からこの装置に向けられた要求であ る。第３図に示すように、全ての装置入出力（"ＰＩＯ"）要求は、ローカルＰＩ Ｏキュー（"ＬＰＩＯＱ"）１８３に入力され、当該装置に対する全ての外部ＰＩ Ｏ要求は、外部ＰＩＯキュー（"ＦＰＩＯＱ"）１８４に入力される。一般的に、 トランザクションは順番に処理され、キューの先頭から開始される。 装置１６０−Ｎに入力するデータおよびこれより出力するデータは、第３図に 示すように、２つのバッファ（例えば、キューではない）、即ち、データ出力バ ッファ（"ＤＯＢ":Ｄata Ｏut Ｂuffer）１８６、およびデータ入力バッファ（" ＤＩＢ":data Ｉn Ｂuffer）１８７にバッファされる。 また、アドレス・コントローラ１８０は、Ｄtagsバッファ２２０、ダーティな ビクティム(dirty victim)をスヌープするために用いられるＤＶＩＣＴタグ１７ ９、デコード・ユニット１８５、およびダーティなビクティムによるキャッシュ ・ミ スのコピーバック(copyback)およびパーフォーマンスを最適化するために用いら れるＶbffer１８８を内蔵する。 に出願され、 と題し、本発明と同一譲受人に譲渡さ れた米国特許出願第０８／ 号は、Ｖbfferおよびコピーバック の最適化方法の実施例を開示しており、これを用いて本発明を実施することが可 能である。しかしながら、他のバッファおよび方法を代わりに用いてもよい。第 ３図に示すように、アドレス・コントローラ１８０は、調停ユニット１８６およ びメモリ・コントローラ１８９も含む。好適実施例において用いられる信号群についての概要 システム３０において、好ましくは、アドレス・バス６０、データ・バス７０ 、調停バス８０、データＩＤバス９０、状態信号バス１００、ステータス信号バ ス１１０、パリティ・ビット信号バス１２０、およびコンフィギュレーション信 号バス１３０を含む、８系統の信号群がある。実際には、これらの論理信号群の いくつかは、同じバス信号配線上で、時間多重化される。 アドレス・バス６０は、ソース回路基板装置からコマンドを同報通信すると共 に、要求元基板からシステム１０内全ての基板に、好ましくは４１ビットのアド レスを同報通信するために用いられる。アドレス・バス内のＳourceＩＤフィー ルドは、各トランザクションに一意的にタグを付けるために用いられる。「トラ ンザクション」という用語は、アドレス・バス・パケット、およびその対応する 有効データ・バス・パケットを意味する。システム３０では、従来技術では一般 的に実施されているようにデータ・バス・パケット上ではなく、アドレス・バス ・パケット上でキャッシュ・ラインの所有権を移転させることによって、プロト コルの大幅な簡略化を図っている。したがって、基板５０−Ｎは、実際にライン に対するデータを有する前であっても、ラインを所有する場合がある。また、ア ドレス・バスは全体的な順序を定義し、これを用いて、特定のメモリ・モデルを 実施することができる。メモリ・モデルは、例えば、全格納順（"ＴＳＯ":total storeorder）、部分的格納順（"ＰＳＯ"：partial store order）、および緩和 メモリ順（"ＲＭＯ"：relaxed memory order）のように、システム・レベルにお いて指定することができる。かかる特定メモリ・モデルは、Ｓun Ｍicrosystems 社のＳＰＡＲＣ Ｖ９仕様において定義されている。 システム３０は、好ましくは、２サイクル・アドレス・パケット（１サイクル ではなく）を使用して、基板がアドレス・バス・トランザクション全てに対して スヌープすることを可能にしている。各スヌープは、タグを読み取るために１サ イクル、およびタグを書き込むために１サイクルの合計２サイクルを必要とする 。２サイクル・プロトコルは、データ・バス・パケットにも同様に用いられる。 データ・バス７０は、２つの基板間でデータを転送するために用いられ、デー タ・バス・パケットは、いずれの順序でデータ・バス上に発生することも許可さ れており、装置によって観察されるメモリ・モデルに影響を与えることはない。 データ転送は、応答側から開始側へのリード型、または開始側から応答側へのラ イト型でもよい。アドレス・バス・パケットを発行する（例えば、同報通信する ）基板のことを、トランザクションの「開始側」と呼ぶ。リード型トランザクシ ョンに対して要求データを提供し、ライト型動作に対してデータを受け入れる基 板のことを「応答側」と呼ぶ。応答側および開始側は、実際には同一基板である 場合もある。 先に注記したように、データ・バス・パケットは２サイクル長であり、データ ・バス・パケット間にブランク・サイクルを設ける必要はない。各サイクル毎に 、データ・バスは、好ましくは、２５６ビットのデータ（これにエラー訂正コー ド（"ＥＣＣ"）が追加される）を搬送する。したがって、データ・バス・パケッ トは、好ましくは、６４バイトのデータを搬送する。 調停バス８０は、アドレス・バス６０およびデータ・バス７０に対する調停を 行うために用いられ、かかる調停には１つ置きのサイクルが用いられる。したが って、連続するサイクルは、アドレス（"Ａ"）およびデータ（"Ｄ"）間で交代す る。 データＩＤバス９０は、データ・バス・パケットを発し、あらゆるデータ・バ ス転送の前に用いられる、アドレス・バス・パケットのＳourceＩＤを搬送する 。バス９０は、データ・バス転送とアドレス・バス・パケットを照合し、データ ・バス上での適切なデータの駆動を許可するか、あるいは適切な記憶バッファへ のデータのロードを許可するために用いられる。 状態信号１００は、アドレス・バス・パケットによってアドレスされたライン の状態を示すラインである。これらのラインは、ＳＨＡＲＥＤ,ＯＷＮＥＤ,ＭＡ ＰＰＥＤ,およびＩＧＮＯＲＥ信号を含み、以下の第７表に示す通りである。以 下で説明するように、ＩＧＮＯＲＥ信号は、好ましくは、全体的なトランザクシ ョンの最適な順序付けを実施するために用いられる。 ステータス信号１１０は２本のラインを含み、トランザクションにおけるエラ ー、データ・バス上の有効なＥＣＣ、および応答（データ・バス・パケット）の 取り消しを示す。 パリティ・ビット信号１２０は、調停バス、状態信号、ステータス信号、およ びデータＩＤバスにおいてエラーを検出するために用いられる。（アドレス・バ スは、好ましくは、それ自体のパリティ・ラインによって保護され、データ・バ スがＥＣＣを搬送する）。 コンフィギュレーション信号１３０は、クロック、リセット、ＪＴＡＧ、およ びその他の実施態様によって異なる信号、例えば、ホット・プラグ回路基板挿入 機能に用いられるトリガ信号および係合信号のような機構(facility)を備えてい る。 第１表は、システム３０と共に用いられる信号群を纏めたものである。 アドレス・バス信号群の定義 アドレス・バス６０は、好ましくは、１つのパリティ信号を含む、４３本の信 号線で構成される。第２表は、アドレス・バス・パケット・フィールド、および ２回の連続サイクルにおいて駆動されるアドレス・バス・パケットを示す。 多重化される共有フィールドおよび無視フィールドは、論理的には、アドレス ・バスの一部ではなく（これらは同じピンを共有するが）、アドレス・バスの残 りの部分を用いて開始側によって駆動されるものではない。しかしながら、他の フィールドは全て、開始側によって駆動される。パリティ・ビットは、それらが 保護するアドレス・バス・フィールドよりも１サイクル遅れて駆動される。した がって、Ｐarity0 フィールドは、サイクル０において駆動されるアドレス・バ ス・フィールドを保護し、一方Ｐarity1 フィールドは、サイクル１において駆 動されるアドレス・バス・フィールドを保護する。１サイクル遅れてパリティ・ フィールドを駆動することにより、パリティを計算するための時間が得られる。 予約フィールドは、好ましくは、開始側によって駆動されない。 Ｐarity1 フィールドは、開始側によって駆動されないので、共有フィールド または無視フィールドを保護しない。代わりに、共有フィールドおよび無視フィ ールドは、後に述べる、ＰarityＤ信号によって保護される。 先に注記したように、タグのリードおよびライトに２サイクルを要するので、 基板が全てのアドレス・バス・トランザクションをスヌープできるようにするに は、各アドレス・バス・パケットは２サイクル必要とする。 好適実施例では、アドレス・フィールドは物理アドレスのビット４０：４を含 む。ビット３：０は不要である。何故なら、これらが含む情報は全て ＢyteＭas kフィールドから得られるからである。ＢyteＭaskフィールドは、ＲeadＩＯおよ びＷriteＩＯトランザクションに対して、いずれかの数の１６バイトを指定する ために用いられる。 第２表では、ＲeadＴoShare,ＲeadＴoＳhareＡlways，およびＲeadＴoＯwnト ラン ザクションにおいてビクティム・ビットを用いて、トランザクションに伴うキャ ッシュ・ミスにより、ダーティなビクティムが発生したことを示す。ビクティム ・ビットは、割り込みパケットが、特殊な割り込み源をエンコードするために用 いることができる。このビットは、他のいずれのトランザクションにも用いられ ず、０として駆動される。 ポート・フィールドは、基板内における装置番号を示し、基板当たり多くとも ２つの装置を有するに過ぎないシステムでは、１ビットのポート・フィールドで 十分である。 パリティ・ビットは、第３表に示すように、アドレス・バス・フィールド上に おいて偶数パリティをエンコードする。パリティは、それらが保護するフィール ドより１サイクル遅れて駆動され、これによりパリティを計算するための十分な 時間が得られる。 第３表において、ＳourceＩＤフィールドは、アドレス・バス・パケットに一 意的にタグを付けるために用いられる。応答側は、ＳourceＩＤをデータＩＤバ ス上に置き、アドレス・バス・パケットおよびデータ・バス・パケットの照合を 行う。ＳourceＩＤフィールドは２つの下位フィールドを有する。ＢoardＩＤ[6: 3]下位フィールドは基板を識別し、ＴransactionＩＤ[2:0]下位フィールドは当 該基板内におけるトランザクションを識別する。０のＴransactionＩＤはアイド ルのために予約されており、これによって、各基板に、７つまでの未決のトラン ザクションを有することを許可している。未決のトランザクションは全て一意の ＳourceＩＤを有するが、ＴransactionＩＤの選択は、実施態様によって異なる 。コマンド・フィールド 第４表は、システム３０において用いられる、コマンド・フィールドのエンコ ーディングを示す。 データ・バス信号群の定義 データ・バス９０に対する信号群の定義について、これより詳細に説明する。 各データ・バスは、第５表に示すようなフィールドを有する。 データは、Ｋanedaによって開発された、独立のＳＥＣ-ＤＥＤ-Ｓ４ＥＤエラ ー訂正コードによって保護されることが好ましいが、他の形態の保護も代わりに 使用可能である。好適実施例では、８ビットのＥＣＣフィールドが、第６表に指 定したように、各６４ビット・データ・フィールド毎に関連付けられている。 データ・バス・パケットは、２サイクル（６４ビット）長であり、隣接するデ ータ・バス・パケット間にアイドル・サイクルを設ける必要はない。 ブロック転送に対するデータ・バス上のデータの順序は、Ａddress[5]によっ て決定され、３２バイトの整合データ量(data quantum)は、好ましくは最初に供 給されるアドレスを含む。Ａddress[5]が０である場合、最初のデータ・サイク ルはバイト０ないし３１までを含み、次のデータ・サイクルはバイト３２ないし ６３までを含む。Ａddress[5]が１である場合、最初のデータ・サイクルはバイ ト３２ないし６３を含み、次のサイクルはバイト０ないし３１を含む。 非ブロック転送(ＲeadＩＯ,ＷriteＩＯ)では、最初のデータ・サイクルのバイ ト０ないし１６にデータが配置され、個々のバイトはＢyteＭaskフィールドにお いて指定される。ＢyteＭaskフィールドについては本明細書の別のところで述べ る。各データ・サイクルにおいて、バイトは順序正しく並んでおり、最も番号が 小さいバイトが最も番号が大きいビットを占めている。データＩＤバス信号群 ＤataＩＤバスに対する信号群について、次に説明する。データＩＤバスは７ ビット幅であり、データ・バス・パケットを以前のアドレス・バス・パケットと 照合するために用いられる。ＤataＩＤは１回置きのクロック・サイクル上での み駆動されるので、第２表に示すように多数の他の信号と、信号ピンを多重化形 式で共有することができる。 第７表は好適実施例において用いられるデータＩＤバス・フィールドを示す。 次に第４図を参照すると、データＩＤバス９０は、最初のＤataＩＤがデータ ・バス７０上で使用可能になる前に、５クロック・サイクル駆動されることがわ かる。この５サイクルのレイテンシは、適切なデータを駆動する十分な時間を与 えるために必要である。 第４図において、各アドレス・コントローラ１８０は、少なくとも１つのラッ チ・クロック・レジスタ（"ＬＣＲ":latched clock regioter）を含む。最も右 側にあるアドレス・コントローラに対する名称"180^*"は、物理的にこのアドレス ・コントローラは、要求元即ち開始側ＣＰＵを内蔵するカード以外の回路カード ５０−Ｎ上に位置し得ることを表す。スロット即ちクロック・サイクル"0"にお いて、データ・バス調停（以下で説明する）を勝ち取った要求元は、そのデータ ＩＤをデータＩＤバス９０上に置き、サイクル"1"においてこの情報をアドレス ・コントローラ１８０＊に結合する。サイクル２において、アドレス・コントロ ーラ１８０＊と関連する出力ＬＣＲは、このデータＩＤを、要求元回路カード上 のビット・スライス・データ・バッファ・コントローラ１４０に関連する入力Ｌ ＣＲに結合する。ユニット１４０内には、２サイクルのレイテンシがあり、クロ ック・サイクル５上で、データＩＤはデータ・バス７０に書き込まれる。 データ・バス調停の「ウイナ」は、データＩＤバスに対する調停の暗示的なウ イナでもあるので、データＩＤバスへのアクセスに対する別個の調停は必要ない 。調停バス信号群 プラグイン回路基板５０−Ｎは、調停バス８０を用いて、アドレス・バスとデ ータ・バスとの間の調停に用いられる調停バス上で、交互のアドレス（"Ａ"）サ イ クルおよびデータ（"Ｄ"）サイクルによって、アドレス・バス６０およびデータ ・バス９０へのアクセスを得る。データＩＤバスおよびステータス信号に対する アクセスは、データ・バスと共に暗示的に得られる。第８表によって示されるよ うに、調停バスは好ましくは３つのフィールドで構成される。 要求ラインは、各回路基板毎に１本割り当てられ、分散型調停アルゴリズムを この調停に用いることが好ましい。バス・アクセスを行おうとする各基板は、そ の要求ラインをアサートし、そのほかの要求ライン全てを読み取る。アドレス・ バス・アクセスに対する調停は、各回路基板５０−Ｎ上のアドレス・コントロー ラ１８０内にあるＡＲＢユニット１８６の中で分散形式で決定される。調停のウ イナは、要求が駆動されてから１サイクル後に決定される。次いで、バス（アド レス・バスまたはデータ・バス）は、次のサイクルにおいて駆動することができ る。 各基板上のアドレス・コントローラ１８０内のＡＲＢユニット１８６は、全て の基板に、同じ階層総当たり型調停アルゴリズムを実行させ、各ＡＲＢユニット １８６の状態が互いに同期を保つようにする。ＡrbＳync信号は、１つの基板（ 典型的にファームウエアで選択される）によって駆動され、基板がそれらの調停 状熊機械を同期化する機構を与える。ＡrbＳyncは交互に１値および０値に駆動 され、それぞれ交互のアドレス調停サイクルおよびデータ調停サイクルを示す。 好適実施例では、ＡrbＳyncを駆動する基板は、同じ値を２サイクルの間駆動す ることによって、調停のリセットを行わせることもできる。（ＡrbＳyncはハー ドウエアのデバッグ処理にも有用である。） データ・バスの調停は、データが得られる前に開始することができるので、通 常調停レイテンシを重複することができる。これにより、データ・バス調停では 、 ２サイクル後に、単純なウイナの選択を用いることが可能となる。 ＦlowＣontrolフィールドは、ある種のトランザクションに対するアドレス・ バス調停要求を中止するために用いられる。フロー制御 次にＦlowＣontrol信号について説明する。フロー制御は、好ましくは、あら ゆる数の基板によって駆動されるワイヤードＯＲ信号であり、それらのアドレス ・バス・パケットのフロー制御を行う必要性を示す。ワイヤードＯＲラインの電 気的特性のために、ＦlowＣontrolは非同期信号として取り扱わなければならな い。 基板は、ＦlowＣontrolがアサートされていることが観察されてから２サイク ル後に開始するＡdmin，ＲeadＩＯまたはＷriteＩＯ以外のトランザクションを 開始するために、アドレス・バスの要求を行ってはならない。ＦlowＣontrolが ディアサートされて２サイクル後に開始することにより、基板はアドレス・バス の要求を行い、あらゆる種類のトランザクションを開始することができる。フロ ー制御は、Ａdmin,ＲeadＩＯ，またはＷriteＩＯトランザクションには不要であ る。フロー制御は、データ・バスに対しても不要であり、ＤataＢus調停サイク ルの間無視すべきである。これは、リード型転送では、開始側は常にそのＤＩＢ １８７に空間を有し、ライト型転送では、応答側は、データを受け入れる空間が 足りない場合、常にＤataＣancelをアサートすることができるからである。好適実施例によるトランザクションの概要 各トランザクションは、１つの同報通信アドレス・バス・パケットと、１つの 有効な二点間データ・バス・パケット(point-to-point Ｄata Ｂus packet)とを 伴う。後に説明するが、取り消された１つの無効ＤataＢusパケットがある場合 もある。分散型ＡＲＢユニット１８６の目的は、あらゆるプラグ基板５０−Ｎ上 のあらゆるＣＰＵ装置によって発行された要求についても、迅速かつ最少のレイ テンシで調停を行い、調停を勝ち取った基板実装装置に許可信号を迅速に発行す ることである。リード型トランザクション 典型的なリード型トランザクションは次のように行われる。 （１）開始側基板上のＣＰＵが、調停バスを用いて、アドレス・バスの調停を 行う。 （２）開始側は、アドレス、命令、およびＳourceＩＤによって、アドレス・ バスを駆動する。 （３）全ての基板がアドレス・バスと通信し、アドレスを「スヌープ」する。 アドレス・サイクルに続く一定の遅延の後、アドレスがアドレス・バス上にあっ た時点におけるラインの状態を示す状態信号を、全ての基板が駆動する。必要で あれば、基板は、後のサイクルにおいて、アドレス・バス・パケットに対して、 その基板に実装されているＤＴＡＧ ＲＡＭユニット２２０（第２図参照）内の キャッシュ・タグを更新するが、データ・バス・パケットによってタグの更新が 行われることはない。 （４）応答側基板は、調停バスおよび分散型ＡＲＢユニット１８６を用いて、 データ・バスに対する調停を行う。分散型とは、各プラグイン回路基板上の各ア ドレス・コントローラ１８０が、その他の各ＡＲＢユニットと状態が同一である ＡＲＢユニット１８６を内蔵していることを意味する。 （５）応答側基板は、アドレス・バス・パケットからのＳourceＩＤによって 、データＩＤバスを駆動する。 （６）応答側基板は、状態信号を駆動する。 （７）応答側はデータ・バス・サイクルを２回駆動する。 （８）データが宛先にロードされる。 システム３０は、リード型トランザクション（応答側から開始側へのデータ転 送の結果発生する）、およびライト型トランザクション（開始側から応答側への データ転送の結果発生する）を含む、小さな集合のトランザクションを定義する 。集合的に、これらのトランザクションは、ＲeadＴoＳhare，ＲeadＴoＳhareＡ lways，ＲeadＴoＯwn，ReadＳtream，ＲeadＩＯおよびＲeadＢlockＩＯ，Ｗrite Ｂack，ＷriteＳtrem，ＷriteＩＯおよびＷriteＢlockＩＯ，Ｉnterrupt，Ｒead ＴoＳhareＦork，ならびにＡdmin（疑似トランザクション）を含む。これらのト ランザクションに対する好適な特定エンコーディングを、第３表に示す。リード型トランザクション集合 リード型トランザクション集合は、(i)ＲeadＴoＳhare および ＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクション、(ii)ＲeadＴoＯwnトランザクション 、(iii)ＲeadＳtreamトランザクション、および(iv)ＲeadＩＯおよびＲeadＢloc kＩＯトランザクションを含む。各トランザクションに対して開始側および応答 側によって要求される動作、ならびに実行が必要なスヌーピング動作についてこ れより説明する。尚、状態機械についての最小限の特性を示すが、特定のキャッ シュ状態および特定のトランザクションを強制する必要はないことを注記してお く。また、メモリ順序およびキャッシュのコヒーレンスは、システム３０と共に 用いるシステムのアーキテクチャ、および、例えば、ＵＰＡ型インターフェース 仕様のような装置インターフェースの仕様の双方に依存することも注記しておく 。(i) ＲeadＴoＳhareおよびＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクション ＲeadＴoShareおよびＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクションは、装置内にお けるキャッシュ・リード・ミスを満足するために用いられる。ＲeadＴoＳhareト ランザクションは、ある基板が後に書き込もうとするラインをキャッシュしたい 場合いに、その基板によって開始される。スヌーピングに関しては、このアドレ スに対するホーム・メモリ(home memory)がＭappedをアサートする。Ｍappedが アサートされない場合、開始側は応答を期待せず、当該装置にエラーを返す。全 ての基板はアドレス・バス・パケットをスヌープし、それらが当該ラインのキャ ッシュ・コピーを有する場合、Ｓhared をアサートする。当該ラインを所有する 基板もＯwnedをアサートし、開始側に応答する。ラインのオーナは、多くとも１ つに過ぎない。基板が最初に他のトランザクションを発行したい場合、Ｉgnore をアサートすればよい。開始側が多数の装置を有する場合、トランザクションは 、ある装置におけるキャッシュ・ミスに応答して開始することができ、要求され たラインは、同一基板内の他の装置にキャッシュすることができる。この場合、 開始側はＳharedをアサートする。同様に、ラインが同一基板内の他の装置によ って所有されている場合、開始側はＯwnedをアサートする。この場合、開始側お よび応答側は同一基板である。 応答側に関して、ある基板が要求されたキャッシュ・ラインを所有する場合、 この基板がトランザクションに応答する。キャッシュ・ラインを所有する基板が ない場合、そのラインのホームが応答する。メモリのレイテンシを最少に抑える ために、メモリは、Ｏwned信号が有効になる前に、その応答を開始することがで きる。応答には、データ・バスに対する調停を行うこと、およびデータＩＤバス を駆動することが含まれる。ラインが他の基板に所有されている場合、メモリは 、ＤataＣancelをアサートすることによって、そのデータ・バス・パケットを取 り消す。Ｉgnoreがアサートされ、メモリがその応答を既に開始している場合、 応答側がそのデータ・バス・パケットを取り消す。メモリは、不確実な応答に対 してはＤataＩＤを発行しないことが好ましい。これは、対応するアドレス・バ ス・パケットの最初のサイクルから１１サイクル後に取り消すことができる。キ ャッシュの状態に関して、Ｓharedがアサートされている場合、開始側は当該ラ インに対する状態をセットし、それが共有されていることを示す。ある基板がそ のラインを所有している場合、そのラインのオーナであり続ける。 他にラインを共有する基板がない場合、開始側はそのラインのオーナになるこ とを選択してもよい。これは、ラインが所有されていた場合よりも強い条件を表 す。これは、キャッシュ・ラインへの最初の書き込みを一層効率的にすることが できるので有用であり、手順がＵＰＡプロトコルにおいて用いられるという利点 がある。この実施態様の手順を用いる場合、開始側は、Ｓhared信号の受け取り まで、それがラインの所有権を得るか否かについてはわからない。しかし、所有 権が得られた場合、開始側は、そのアドレス・バス・パケットがアドレス・バス 上にあった時点に遡って、そのようにする。これは可能であるが、この際、開始 側は、それ自体のトランザクションに対するＯwned信号の後に、Ｏwned信号をア サートするだけでよく、その時点までに、それがオーナであることがわかる。Ｉ gnoreがアサートされた場合、このラインの状態は変化しない。 ＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクションは、システム３０の観点からは、Ｒe adＴoＳhareトランザクションと実質的に同じ場合がある。開始側は、書き込も うとする意図がないラインをキャッシュしたい場合に、ＲeadＴoＳhareＡlways を発行する。他のＳharedをアサートする基板がない場合であっても、開始側が そのラインのオーナにはならないことを薦める。(ii) ＲeadＴoＯwnトランザクション ＲeadＴoＯwnトランザクションは、キャッシュ・ライト・ミスを満足するため に用いられる。ある基板が、そのキャッシュから他の基板にラインを供給する責 務を得た場合、その基板のことを「オーナ」であるという。基板が所有権を要求 する際、ＲeadＴoＯwnトランザクションを開始して、オーナとなる。ＲeadＴoＯ wnトランザクションは、キャッシュ・ラインに書き込みができるようにその独占 的所有権を望む基板によって開始される。同じトランザクションは、開始側が当 該ラインの有効なキャッシュ・コピーを有するか否かには無関係に用いられる。 スヌーピングおよびＲeadＴoＯwnトランザクションに関して、このアドレスに 対応するメモリを有する基板がＭappedをアサートする。その他の場合、Ｍapped がアサートされなければ、開始側は応答を期待せず、エラーを当該装置に返す。 全ての基板はアドレス・バス・パケットをスヌープし、ラインを所有する基板が Ｏwnedをアサートし、開始側に応答する。ラインのオーナは多くとも１つに過ぎ ない。開始側が既にラインの有効なコピーを有する場合、データを必要としない が、ＲeadＴoＯwnトランザクションを用いて、そのラインの独占的所有権を得る 。この場合、開始側は、Ｓhared もアサートし、当該ラインを所有し得る他のキ ャッシュまたはメモリからの応答を禁止してもよい。 ある基板が要求されたキャッシュ・ラインを所有し、それがＯwnedラインをア サートした場合、この基板がＲeadＴoＯwn トランザクションに応答する。Ｏwne dがアサートされなければ、そのラインに対するメモリが応答する。メモリのレ イテンシを最少に抑えるために、Ｏwned信号が有効になる前にメモリはその応答 を開始することができる。応答には、データ・バスに対する調停を行うこと、お よびデータＩＤバスを駆動することが含まれる。メモリは、Ｏwnedがアサートさ れている場合、ＤataＣancelをアサートすることによって、そのデータ・バス・ パケットを取り消す。Ｉgnoreがアサートされ、メモリが既にその応答を開始し ている場合、応答側がそのデータ・バス・パケットを取り消す。先に注記したよ うに、メモリは、不確実な応答にはＤataＩＤを発行すべきでない。不確実な応 答は、対応するアドレス・バス・パケットの最初のサイクルから１１サイクル後 に取り消すことができる。 キャッシュ状態およびＲeadＴoＯwnトランザクションに関して、開始側は、そ のアドレス・バス・パケットがアドレス・バス上に現れた直後に、キャッシュ・ ラインの所有権を得る。開始側基板以外の全基板は、そのキャッシュ・ラインの コピーを無効化する。キャッシュ・ラインのオーナ（１つであり、それが開始側 ではない場合）も、そのラインのコピーを無効化し、開始側に応答し、応答側か らのデータ・パケットがそのキャッシュの唯一のコピーとなる。開始側が多数の 装置を有する場合、開始側は、ＲeadＴoＯwnトランザクションを開始した装置以 外の装置全てにおけるキャッシュ・ラインのコピーを無効化する。トランザクシ ョンを開始した装置には、応答側からのデータを、当該キャッシュ・ラインの唯 一のコピーとして与えなければならない。Ｉgnoreがアサートされると、ライン の状態は変化しない。 所有権は、ラインを要求するときに決定されるのであり、当該ラインに対する データを受け取るときではない。したがって、オーナはそれ自体のキャッシュに 実際にはそのラインを未だ有していない場合もある。しかし、あるラインに対す るオーナは、いずれの所与の時点でも多くとも１つに過ぎない。このコヒーレン ス・プロトコルは、「オーナ」と「ライタ」とを区別する点で、従来技術のコヒ ーレンス・プロトコルの殆どと相違する。「ライタ」という用語は、潜在的にラ インのダーティなコピーを有する基板のことを言う。所有権は他の基板が所有権 を要求するとすぐに移転するので、ライタはオーナになる必要はない。したがっ て、ライタは、それがラインを他の基板に供給するまで、当該ラインへの書き込 みを継続することができる。いずれの時点でもラインに対するライタは多くとも １つに過ぎない。(iii) ＲeadＳtreamトランザクション ＲeadＳtreamトランザクションは、メモリから、bcopyまたはストリーミング ・バッファ(streaming buffer)のように非コヒーレント・ドメインにデータ・ブ ロックを読み取る際に用いられる。ここで用いる場合、「ブロック」または「ラ イン」という用語は、通常キャッシュ・ブロックと関連付けられている６４バイ トの整合データを表す。ＲeadＳtreamトランザクションは、ある基板がコヒーレ ント・ドメインから非コヒーレント・ドメインにラインを読み取りたい場合に、 その基板によって開始される。スヌーピングに関して、このアドレスに対応する メモリを有する基板がＭappedをアサートし、その他の場合、開始側は応答を期 待せず、 装置にエラーを戻す。全ての基板がアドレス・バス・パケットをスヌープする。 ラインを所有する基板がＯwnedをアサートし、開始側に応答する。ラインのオー ナは多くとも１つである。基板が最初に他のトランザクションを発行したい場合 、Ｉgnoreをアサートすればよい。 応答側に関して、ある基板が要求されたキャッシュ・ラインを所有する場合、 これがＲeadＳtreamトランザクションに応答し、キャッシュ・ラインを所有する 基板がない場合、当該ラインのホームが応答する。メモリ・レイテンシを最少に 抑えるために、ホームは、Ｏwned信号が有効になる前に、その応答を開始するこ とができる（応答には、データ・バスに対する調停を行うこと、およびデータＩ Ｄバスを駆動することが含まれる）。ラインが他の基板に所有されている場合、 ホームはＤataＣancelをアサートすることによって、そのデータ・バス・パケッ トをキャンセルする。Ｉgnoredがアサートされ、メモリが既にその応答を開始し ている場合、応答側がそのデータ・バス・パケットを取り消す。メモリは、不確 実な応答に対してはＤataＩＤを発行すべきでない。これは、対応するアドレス ・バス・パケットの最初のサイクルから１１サイクル後に取り消すことができる 。ＲeadＳtreamトランザクションが、キャッシュ・ラインの状態変化を発生させ ることは全くない。(iv) ＲeadＩＯおよびＲeadＢlockＩＯ ＲeadＩＯおよびＲeadＢlockＩＯトランザクションは、入出力（「Ｉ／Ｏ」ま たは「ＩＯ」）空間からのリードに用いられる。ＲeadＩＯトランザクションは 、バイト、半ワード、ワード、二重ワード、四重ワード、およびマスタされたバ イト(byte-masked)のリードに用いられ、一方ＲeadＢlockＩＯは６４バイト・ブ ロックを読み取るために用いられる。基板がＩＯ空間からのリードを望む場合、 その基板がこれらのトランザクションを開始する。ＲeadＢlockＩＯトランザク ションは、好ましくは６４バイトのブロックを読み取る際に用いられ、ＲeadＩ Ｏは、アドレス・フィールドにおいて指定された１６バイト整合アドレス範囲か らのＢyteＭaskによって示される、好ましくは１６バイトの任意の組み合わせを 読み取る際に用いられる。 ＲeadＩＯおよびＲeadＢlockＩＯトランザクションにはスヌーピングは不要で ある が、全ての基板はアドレスをデコードして、それらが応答すべきか否かについて の判定を行う。応答するのは多くとも１つの基板であり、応答しようとする基板 がＭappedをアサートする。Ｍappedがアサートされなければ、開始側は応答を期 待せずに、装置にエラーを返す。Ｉgnoreは、ＲeadＩＯおよびＲeadＢlockＩＯ トランザクションに対しては、アサートすることができない。これら２つのトラ ンザクションに関して、要求されたＩＯアドレスを含む基板が応答側となる。こ れらのトランザクションは、キャッシュ・ラインの状態には何の変化も発生させ ない。ライト型トランザクション ライト型トランザクション集合は、(v)ＷriteＢack、(vi)ＷriteＳtream、(vi i)ＷriteＩＯおよびＷriteＢlockＩＯ、(viii)割り込み、(ix)ＲeadＴoＳhareＦ ork、および(x)Ａdminを含む。これらのトランザクション・タイプについてこれ より詳しく説明する。(v) ＷriteＢack ＷriteＢackトランザクションは、ダーティなビクティムをメモリに書き戻す 際に用いられる。ＷriteＢackトランザクションは、ブロック整合され、基板が ダーティなラインをメモリに格納したいときに、当該基板によって開始される。 スヌーピングに関して、アドレスに対するホーム・メモリがＭappedをアサート する。開始側はパケットをスヌープし、ラインが所有されていない場合、Ｏwned をアサートし、当該ラインが以前のトランザクションによって無効化され、Ｗri teＢackが取り消されることを示す。基板が最初に他のトランザクションを発行 したい場合、Ｉgnoreをアサートすればよい。 応答側に関しては、要求されたメモリ・アドレスのホームが応答側となる。全 てのライト型動作と同様に、データはまず開始側によって「押し出される」。応 答側がこのデータを受け入れることができない場合、ＤataＣancelをアサートす る。次に、応答側は、データを「引き込む」責務を得る。これが暗示するのは、 応答側は、それが「引き込もう」とするライト型動作を追跡し続けるということ である。開始側が適切なＤataＩＤによってデータ・バスを駆動しデータを「引 き込む」場合、開始側は、データで応答する用意ができていなければならない。 開 始側がＷriteＢackのためにＯwnedをアサートした場合、全ライト型データ転送( full write-type data transfer)が行われるが、データはメモリには書き込まれ ない。Ｉgnoreがアサートされると、データ・パケットは発行されない。キャッ シュの状熊に関して、開始側は、ＷriteＢackトランザクションに対するアドレ ス・パケットが発行された場合、ラインに対する所有権を放棄する。他の基板が ＲeadＴoＯwnまたはＷriteＳtreamトランザクションを最初に開始した場合、こ のトランザクションを開始してはならない（またはＯwnedをアサートすることに より、開始側が取り消さなければならない）。このような場合、開始側は、Ｏwn edをアサートすることによって、ＷriteＢackトランザクションを取り消す。 一旦ＷriteＢackアドレス・バス・パケットが発行されたなら、当該ラインに 対するメモリは、他の基板がオーナとなるまで、このラインに対する以降の要求 に応答する責務を負う。この責務は、データ・バス・パケットがメモリに受け取 られていない場合でも存在する。したがって、ホームは、未決のＷriteBackトラ ンザクションを追跡し、未決のＷriteＢackトランザクションを伴うラインに対 する応答を延期する。これを行うのは、ホームは、それ自体の古いデータのコピ ーで応答するのではなく、ＷriteＢackからのデータで応答するからである。Ｉg noreがアサートされている場合、ラインの状態は変化しない。 ここで用いる場合、「ビクティム(victim)」とは、新しいデータが書き込まれ る交換の対象として識別されたキャッシュ・ラインのことである。ビクティム・ キャッシュ・ライン内のデータは、主メモリが既にそのデータを含んでいる場合 は「クリーン」であり、キャッシュ・ラインが更新されている（主メモリは更新 されていない）場合、「ダーティ」であり、この場合、主メモリを更新するため に、書き戻しが必要となる。(vi) ＷriteＳtream ＷriteＳtreamトランザクションは、bcopyバッファまたはストリーミングＩＯ バッファのように非コヒーレント・ドメインから、新しいデータをメモリ・ブロ ックに書き込む際に用いられる。ＷriteＳtreamトランザクションは、ある基板 が新しいデータを、bcopyバッファまたはストリーミングＩＯバッファのように 非コヒーレント・ドメインからメモリのラインに書き込みたい場合に、この基板 に よって開始される。全ての基板はアドレス・バス・パケットをスヌープし、ある 基板（開始側を含む）が当該ラインのコピーを有する場合、そのコピーを無効化 する。ＳharedまたはＯwned信号をアサートしてはならず、このアドレスに対応 するメモリを有する基板はＭappedをアサートする。基板が最初に別のトランザ クションを発行したい場合、Ｉgnoreをアサートすればよい。 要求されたメモリ・アドレスのホームは、応答側となる。開始側はまず、デー タ・バスに対する調停を行い、データを駆動することによって、応答側にデータ を「押し出そう」とする。応答側がデータを受け入れる用意ができていない場合 、応答側はＤataＣancelをアサートする。しかしながら、応答側は次にデータ・ バスの調停を行い、適切なＤataＩＤを駆動することによって、データを「引き込 む」。これが暗示するのは、応答側はそれが「引き込もう」としているライト型 動作を追跡しているということである。開始側は適切なＤataＩＤを用いてデー タ・バスを駆動しデータを「引き込む」際、開始側はデータで応答する用意がで きていなければならない。Ｉgnoreがアサートされている場合、データ・パケッ トは発行されない。全ての基板は、そのキャッシュ・ラインのコピーを無効化す る。Ｉgnoreがアサートされている場合、ラインの状態は変化しない。(vii) ＷriteＩＯおよびＷriteＢlockＩＯ ＷriteＩＯおよびＷriteＢlockＩＯトランザクションは、データを入出力空間 に格納する際に用いられる。基板がデータを入出力空間に書き込みたい場合、Ｗ riteＩＯおよびＷriteＢlockＩＯを開始する。ＷriteＢlockＩＯトランザクショ ンは、６４バイト・ブロックを書き込む際に用いるのが好ましい。ＷriteＩＯト ランザクションは、アドレス・フィールド内において指定された１６バイト整合 アドレス範囲から、ＢyteＭaskによって示される１６バイトの任意の組み合わせ を書き込む際に用いられる。これらのトランザクションにはスヌーピングは不要 であるが、全ての基板はアドレスをデコードして、応答すべきか否かについての 判定を行う。応答するのは多くとも１つの基板であり、ある基板が応答しようと する場合、Ｍappedをアサートする。Ｉgnoreは、これらのトランザクションに対 しては、アサートしてはならない。 要求されたＩＯアドレスを含む基板は応答側となる。開始側は、まず、データ ・ バスに対する調停を行い、データを駆動することによって、データを応答側に「 押し出そう」とする。応答側がデータを受け入れる用意ができていない場合、Ｄ ataＣancelをアサートし、次いでデータ・バスの調停を行い、適切なＤataＩＤ を駆動することによって、データを「引き込む」。これが暗示するのは、応答側 はそれが「引き込もう」としているライト型動作を追跡しているということであ る。開始側が適切なＤataＩＤを用いてデータ・バスを駆動しデータを「引き込 む」場合、開始側はデータで応答する用意ができていることが好ましい。これら のトランザクションがキャッシュ・ラインの状態に何らかの変化を生ずる原因と なることはない。(viii) 割り込み 割り込みトランザクションはライト型トランザクションであり、このトランザ クションに対して、割り込みに関連するいわゆる「モンド・ベクトル(mondovect or)」を宛先に書き込むために、データ・バス・パケットが用いられる。ＤataＢ usパケットは割り込みベクトル情報を含む。割り込みトランザクションは、ある 基板が割り込みベクトルを他のボードに送りたいときに、この基板によって開始 される。割り込みの目標は、アドレス・フィールドにおいて指定され、実施態様 によって異なる。好適実施例では、割り込み目標ＩＤは、ＵＰＡ内に指定されて いるのと同じアドレス・ビット、即ち、ＰＡ＜18:14＞上で搬送される。 割り込みトランザクションにはスヌーピングは不要であるが、全ての基板はア ドレスをデコードし、応答すべきか否かについての判定を行う。割り込みの意図 した宛先である基板は、Ｍappedをアサートする。割り込みの宛先がこの割り込 みを受け入れることができない場合、Ｓhared信号をアサートし、トランザクシ ョンを取り消す。基板が最初に他のトランザクションを発行したい場合、Ｉgnor eをアサートすればよい。アドレス・バス・パケットによってアドレスされた基 板は、Ｓhared信号をアサートして、割り込みが受け入れられなかったことを示 さなければ、応答側となる。開始側は、まず、データ・バスに対する調停を行い 、データを駆動することによって、応答側にデータを「押し出そう」とする。応 答側がデータを受け入れる用意ができていない場合、ＤataＣancelをアサートす る。しかしながら、応答側は、データ・バスの調停を行い、適切なＤataＩＤを 駆動す ることによって、データを「引き込む」。こうして、応答側は、それが「引き込 む」ライト型動作を追跡する。開始側が適切なＤataＩＤを用いてデータ・バス を駆動しデータを「引き込む」場合、開始側はデータで応答する用意ができてな ければならない。Ｉgnoreがアサートされている場合、データ・パケットは発行 されない。Ｉgnoreがアサートされていないが、Ｓharedがアサートされている場 合、ビクティム・ビットがセットされているのでなければ、開始側は「押し出し 」データ・パケットを発行しない。ビクティム・ビットがセットされている場合 、データ・パケットを押し出す。このパケットに対してＤataＣancelをアサート する基板があってはならず、データが単純に欠落する可能性がある。割り込みト ランザクションがキャッシュ・ラインの状態に何らかの変化を生ずる原因となる ことはない。(ix) ＲeadＴoＳhareＦork ＲeadＴoＳhareＦork トランザクションは、従来技術には見られず、本発明を 実施するために役立つものである。更に、このトランザクションは、いくつかの バス・システム２０が存在し、各バス・システムがそれ自体のインターフェース ・ユニット３０、回路基板５０、および関連する要素を有するようなネットワー ク・コンフィギュレーションに有用である。このトランザクションは、分散型共 有メモリ（"ＤＳＭ":distributed shared memory）に対応するために用いられ、 メモリによってＷriteＢackトランザクションとして扱われ、他の装置によって ＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクションとして扱われる。ＲeadＴoＳhareＦork トランザクションの開始側は、論理的に、Ｉgnoreがアサートされた元のＲeadＴ oＳhareまたはＲeadＴoＳhareＡlwaysトランザクションの開始側である。しかし ながら、このトランザクションは、Ｉgnoreをアサートした装置によって発行さ れる。元のトランザクションの開始側はこれをＲeadＴoＳhareトランザクション として扱い、一方ホームはこれをＷriteＢackトランザクションとして扱う。こ のトランザクションは、元のＲeadＴoＳhareまたはＲeadＴoＳhareＡlwaysトラ ンザクションと同じＴransactionＩＤを用いる。 ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションは、ＲeadＴoＳhareトランザクション と同様にスヌープされる。キャッシュ・ラインの共有コピーを有する装置が、Ｓ hared をアサートする場合もある。ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションに対する応 答は、このトランザクションを発行した装置、例えば、Ｉgnoreをアサートした 装置によって発行される。メモリがデータを受け入れることができない場合、Ｄ ataＣancelをアサートし、後にデータを引き込む。元のトランザクションの開始 側は、最初のデータ・パケットから（ホームがＤataＣancelをアサートしなかっ た場合）、または２番目のデータ・パケットから（ホームがＤataＣancelをアサ ートした場合）、データを取り込む。キャッシュ状態は、ＲeadＴoＳhareトラン ザクションのそれと同一である。 実際には、ＲeadＴoＳhareＦorkはＩgnore信号と協同して本発明を実施する。 先に注記したように、要求元ＣＰＵは、直ちにその要求を許可されない場合があ るが、他のタスクを処理し続ける（停止するのではなく）。したがって、要求元 は、無効のデータを保持するメモリ・アドレスからデータを読み取ろうとした可 能性があるが、この場合、Ｉgnoreがアサートされているので、関連するコヒー レント入力キューにトランザクションをロードすることはできない。最終的にか かるライト・トランザクションが有効データでメモリ位置を更新し、その時点で 同じＳourceＩＤを用いて元のトランザクションがバス・システム上で再発行さ れたと仮定する（例えば、同じ特定のメモリ位置からのリード）。 メモリ位置へのライトは比較的時間がかかり、例えば、１０クロック・サイク ルかかる場合もある。従来技術では、有効なデータが特定のメモリ位置に書き込 まれ、その後に、データを読み取りたい要求元が、そうすることを許される。し かしながら、データを獲得しそれを局所的に格納すると、更にそのために１０サ イクルを要することになる。 本発明によれば、ＲeadＴoＳhareＦorkは、（ａ）無効データを含む要求メモ リ位置に有効データを書き込むこと、および（ｂ）データに対する要求が未だ未 決である要求元に有効データを返すことを、同時に実行可能である。したがって 、約２０クロック・サイクル後に未決の要求を完了するのではなく、約１０クロ ック・サイクル以内に、関連する要求メモリ位置においてデータが更新されるの と同時に要求は許可される。メモリ・コントローラの観点からは、ＲeadＴoＳha reＦorkはライト・トランザクションを実施するように見えることに注意された い。しか しながら、アドレス・コントローラの観点からは、ＲeadＴoＳhareＦorkは、リ ード・トランザクションを実施しているように見える。 第６図を参照するとスロット０において、本発明は、アドレス・バス・アクセ スに対する調停と、ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクション（"ＲＴＳ"と省略す る）の発行とを、同時に行うことができることを注記しておく。タイム・スロッ ト即ちタイム・サイクル１において、インターフェース・ユニットは、Ｉgnore 信号を受けたトランザクションとの関連において以前に用いたＳourceＩＤと同 一のＳourceＩＤを送る。アドレス・バス・トランザクションが送られたときか ら３クロック・サイクルという早さで、インターフェース・ユニットはデータ・ バスの調停を行い、ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションと関連する有効デー タ値を送ることができる。したがって、第６図のスロット５において、ＤataＩ Ｄが送られる。これは、ＳourceＩＤと同一である。 第６図のタイム・スロット８において、例えば、格納輻輳(storage congestio n)に近すぎる場合には、バッファ・メモリは任意にステータス信号を発行し、更 に他のデータの受け取りを中止することができる。（後の時点で、ステータスを 発したメモリ・ユニットは、輻輳状態が解消したときに、データ・バスの調停を 行うことができ、元のＤataＩＤを送る。）中止ステータス信号が発行されない 場合、データ（ｄ０）が、タイム・スロット１０において開始した、データ・バ ス上に現れる。本発明は好ましくはデータに対して２サイクルを使用するので、 データはタイム・スロット１１（ｄ１）に継続する。 メモリの観点からは、タイム・スロット１０，１１におけるデータ・バス上の データは、ライト・データとして扱われる。しかしながら、要求元のプロセッサ のアドレス・コントローラの観点からは、かかるデータは読み出しデータとして 見なされる。この二分法(dichotomy)即ち「二又」により、同一データを同時に ２カ所の別々の宛先位置に送ることができる。即ち、データの無効バージョンが 存在していた当のメモリ・アドレスと、要求元のＣＰＵとに送ることができる。 データ受け取り側は、本質的に、所望のＤataＩＤおよびＳourceＩＤが一致した データがどこから来るのかについてはわかっておらず、気にもしない。 このように、ＲeadＴoShareＦorkは、バス・システムに結合された単一のデー タ源が同時に有効データでメモリ位置を更新し、しかもリード要求を満足するこ とができる機構を実施する。この同時手順は、元の要求即ち要求ＩＤの複製をア ドレス・バス上に置く手段によって実施され、元の要求元は、その後、既に有効 となっているデータを引き出すことができる。この手順は、Ｉgnore信号機構以 外でも実施可能である。更に、アドレス・コントローラによって、バス上に直ち にＲeadＴoＳhareＦorkを置くことができる。この手順が行われる可能性がある のは、システム全体における一連のトランザクションの順序においてメモリの更 新が必要であり、応答をより早く得たいことをアドレス・コントローラがわかっ ている場合である。(x) Ａdmin機能 厳密に言うと、Ａdminは、アドレス・バス・パケットのみを伴い、応答データ ・バス・パケットがないので、トランザクションではない。データが予期されな いので、０のＳourceＩＤを用いる。Ａdminは、基板間の特別な管理上の同期の ために用いられる。Ａdminアドレス・バス・パケットは、他の全てのパケットと は別個に扱われる。これらのパケットは、いずれのキューにも入力されず、その 処理は、実施態様によって異なる。Ａdminパケットに対しては、Ｉgnoreをアサ ートしてはならない。以下の第９表は、ＡdminタイプをエンコードするＡdminア ドレス・バス・パケットにおけるアドレス・フィールドを示す。 第９表において、ＸＩＲ Ａdmin タイプは、ＸＩＲ割り込みを全ての基板に同 報通信する際に用いられる。ＸＩＲ割り込みは、オペレーティング・システムの デバッグのために、ＣＰＵに割り込みをかける機構を与える。起動Ａdminタイプ は、起動イベントを全ての基板に同報通信する際に用いられる。これは、電源を 落とされている装置の起動を同期化するアクティブ電力管理(active powermanag ement)において用いられるイベントである。好適な調停機構の概要 システム３０は、いわゆる高速／低速調停、およびいわゆるバス・パーキング 調停(bus parking arbitration)を含む、調停レイテンシの減少を図るアドレス ・バス調停のいくつかの方法に対応することができる。これら２つの方法は、一 旦これらがウイナを選択したなら、回路基板がどのように動作するかを記述する ものである。いくつかの基板の要求の中からウイナを選択する際、これらの方法 の各々は、本発明による、同じ総当たり優先的方法を利用することが好ましい。 バス・パーキング法では、以前のウイナがバスを直ちに駆動することを許され 、一方他の全装置は、好ましくは総当たりを用いて、次のウイナになるために調 停を行わなければならない。高速／低速法では、システム３０は動的にモードを 切り替えることができる。モードが高速の場合、いずれかの基板がその要求と共 に、例えば、同じクロック・サイクルにおいて、直ちにアドレス・バスを駆動す ることができる。しかし、衝突（例えば、２つ以上の要求が高速モードでアサー トされる）が発生した場合、モードは低速に切り替わり、総当たりを用いてウイ ナが決定される。より具体的には、多数の基板がアドレス・バスを同時に駆動す る場合、その結果として衝突が検出され、パケットは破棄される。次のサイクル において、全ての基板は要求ラインをチェックし、同時に１つ以上の基板がアド レス・バスを駆動しなかったことを確認する。多数の基板がアドレス・バスを同 時に駆動した場合、そのアドレスは無視され、調停は低速モード方法に切り替わ る。要求がない場合、調停は高速モードに戻る。システム３０では、ファームウ エアが、所与のシステムにおいて、どちらの調停方法を用いるかを制御すること が好ましい。多数が同時にバスを駆動すると電気的な制約があることから、高速 ／低速調停方法は中央面(center plane)が短い小規模なシステムにおいて用いる と最良であることが示唆される。 高速／低速調停は、１９９５年１１月７日に出願され、本願と同じ譲受人に譲 渡された、"ＤＵＡＬ ＭＯＤＥ ＡＲＢＩＴＲＡＴＩＯＮ ＭＥＴＨＯＤ ＦＯＲ ＣＯＭＰＵＴＥＲＳＹＳＴＥＭＳ ＷＩＴＨ ＺＥＲＯ ＴＯ ＴＷＯ ＣＹＣＬＥ Ｓ ＯＦ ＬＡＴＥＮＣＹ"と題する、米国特許出願第０８／ 号に開示 されている。 調停要求には状態がなく(stateless)、要求ラインは、要求元の基板が調停を 勝 ち取るまで、調停バス上で駆動される。高速モードでは、要求はアドレスと共に 提示され、一方低速モードでは、アドレスよりも２サイクル早く、勝利した要求 がアドレス・バス上に提示される。 高速および低速モードのアドレス・バス調停の選択は、次のアルゴリズムによ って記述することができる。Ｓは低速調停を示す状態変数を表し、Ｔは現クロッ ク・サイクル（例えば、新しい状態が計算される時点）を表し、Ｔ−１は直前の 調停要求サイクルが発生した時点（例えば、システム・クロック・サイクル２回 分前）を表すとする。 調停同期をリセットした時点で、Ｓ＝０とセットし、 優先的総当たり調停機構の詳細 総当たり調停方法は、１つの回路基板が常にデフォルトのウイナであることを 保証する。このウイナがアドレス・バスを駆動することができ、同一サイクルに おいてその要求ラインの駆動も行う。他の全ての基板は、アドレス・バスを駆動 できるのは、調停を勝ち取ってからである。いずれのアドレス調停サイクルにお いても、デフォルトのウイナ以外の基板から要求がある場合、新しいデフォルト のウイナが選択され、その最初の要求を行ってから２サイクル後に、そのアドレ ス・バス・パケットを駆動することができる。他の基板からの要求がない場合、 デフォルト・ウイナは同一のままである。初期状態では、デフォルト・ウイナは 基板０となっている。 第８図は、本発明による、アドレス調停の好適な実施態様を示す。その論理的 実施態様を第９図に示す。ここで、添付資料１は、ここに記載する優先的総当た り調停の概略的な、即ち、比較的ハードウエアには独立した、実施態様を示すマ シン・コードのリストである。第８図はいくらか簡略化されており、各分散型ア ービトレータ・ユニットは１６本の入力を有し、その内の１本は当該ユニットに 関連するノードから来ており、単一のウイナ出力信号、即ち、外部ウイナ出力信 号が調停ユニット内部にある。 第２図および第８図に示すように、優先的総当たり調停機構は、各回路基板５ ０−Ｎ上のアドレス・コントローラ１８０間において、ＡＲＢユニット１８６と して分散されていることが好ましい。各アドレス・コントローラは、同じ情報、 例えば、それに対して行われた要求、および１５個まで存在し得る他の要求を見 ている。更に、各アドレス・コントローラは、同じ状態にあり、自律的に、低い リーフ・レベルのアクセス許可、およびトップ調停レベルのアクセス許可を行う 。 図示のように、各回路基板上のアドレス・コントローラ１８６は、２レベル階 層調停（"ＡＲＢ"）ユニット１８６を実施するロジックを含む。このユニット１ ８６は、バス・ライン、およびアドレス・バスに対するアクセスを要求すること ができるアドレス・コントローラ（"ＡＣ"）と通信する。各ＡＲＢユニット１８ ６は、同一回路基板上の同一アドレス・コントローラ１８０内の１つのトップ・ アービトレータ２５０（"Ｅ"）に結合された、４つの同一のリーフ・アービトレ ータ２６０−Ａ（または"Ａ"），２６０−Ｂ（または簡単に"Ｂ"），２６０−Ｃ （"Ｃ"）り，および２６０−Ｄ（"Ｄ"）を含むことが好ましい。トップ・アービ トレータと各リーフ・アービトレータとの間には、上向きの要求ライン（"rout" ）、上向きのウイナ右側（"wrgt"）ライン、および下向きの許可ライン（"win" ）がある。 第８図および第９図に示すように、各リーフ・アービトレータは、４つの要求 入力ライン（"rin"）を有し、各ラインは、当該リーフ・アービトレータによっ て供される単一のアドレス・コントローラに結合されている。第２図に示したよ うに、調停バスは好ましくは１８本のラインを有し、その内の１６本は、各リー フ・アービトレータ毎に４本ずつ、"rin"ラインとして達している。例えば、１ 本のかかる要求入力ラインは、１６個のアドレス・コントローラ・ユニット（第 ９図も参照のこと）の各々に専用となっている。残りの２本の調停バス・ライン は、適正なフロー制御（例えば、共有調停バス資源が一時的に使用不可能となっ た場合 に、許可を中止する機構）を保証し、システムが現在アドレス（"Ａ"）サイクル またはデータ（"Ｄ"）サイクルのどちらにあるのかを識別する位相情報を提供す るために用いられる。各アドレス・コントローラは、したがって、１６個の入力 要求信号（rin）を観察し、１６個のウイナ出力信号（wout）を出力する。 第８図および第９図に実施されているように、調停は１６通りあり、４つのリ ーフ・レベルの４通りのアービトレータ２６０−Ａ，２６０−Ｂ，２６０−Ｃ， ２６０−Ｄから成り、各々４つまでの競合するＣＰＵ装置間の調停要求を判断す る。第５のトップ・アービトレータ２５０は、４つのリーフ・アービトレータの 内どれがこの時点でアドレス・バス・アクセスを要求元に許可するかを決定する 。この開示された実施例を用いると、第８図に示す２レベル階層構造が、機能的 には単一の大きな１６通りの優先的アービトレータのように動作する。 アドレス・コントローラ１８０内では、調停要求は、rinラインを用いて、回 路基板に配置されているリーフ・アービトレータに提示される。より具体的には 、回路基板（例えば、第２図における１６０−Ｎ，１７０−Ｎ）に関連する２つ のＣＰＵは、カード上の一本のrinラインを用いてアクセス要求に対する調停を 行い、これに対して調停バスおよび１５本のrinラインを経由してこのカード以 外のＣＰＵから１５個の要求が来る。リーフ・レベルの調停ウイナは、そのアド レス・パケットをカード・レベルのバスに送り、当該カードに対するアドレス・ コントローラ１８０のキュー・バッファ１８４内で列を作る。 第８図において、例えば、リーフ・アービトレータＡが、ここではμｐ０，μ ｐ１，μｐ２，およびμｐ３と表記した４つのＣＰＵのいずれかからの、アドレ ス・バスにアクセスする要求に応じている。第９図に示すように、ＣＰＵ装置は それらのリーフ調停要求を、調停バスに結合されているrin入力ラインを通じて 行う。これらの装置からの要求は、例えば、リーフ・アービトレータＡを用いて 、μｐ０即ちＣＰＵ０からの要求はμｐ１即ちＣＰＵ１からの要求よりも優先度 が高く、μｐ１からの要求はμｐ２即ちＣＰＵ２からの要求よりも優先度が高く 、μｐ２からの要求はμｐ３即ちＣＰＵ３からの要求よりも優先度が高くなるよ うに、優先度が付けられる。 各リーフ・アービトレータは独立して機能し、その４つまでの要求元の間で潜 在的なウイナを決定可能であることが認められよう。各リーフ・アービトレータ は、「潜在的な」ウイナを選択し、最終的なウイナは、競合するリーフ・レベル の潜在的ウイナの中から、トップ・アービトレータによって選択される。トップ ・アービトレータから許可を受け取ったリーフ・アービトレータのみが、その「 潜在的な」ウイナを、最終的な許可ウイナとすることができる。このように、ト ップ・アービトレータの許可を、リーフ・レベルのアービトレータにおいて、資 格付与者として用いる。この方法は、１６通り調停方法のレイテンシを比較的少 なくするという利点がある。 上述の調停方法は、最終ウイナ（"ＬＷ"）ポインタ状態を、各リーフ・レベル およびトップ・アービトレータ・ユニットにおいて与えることによって、総当た り式とする。ＬＷポインタは、各調停ユニットに関連するどの要求元が、当該ユ ニットにおける最終ウイナであったかを記録する。したがって、第８図に示すよ うに、リーフ・アービトレータＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄおよびトップ・アービトレータＥ は、各々、当該レベルにおける調停許可を与える毎に右方向に増加する（例えば 、優先度は低下する）、同一のＬＷポインタ機構を含む。 各リーフ・アービトレータＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄは、各競合者の優先度および当該レ ベルにおける付与の最終ウイナ（"ＬＷ"）履歴に基づいて提示される競合者間の 調停を行う。トップ・アービトレータＥは、最終ウイナのリーフ・アービトレー タを指し示すＬＷポインタを含む。トップ・アービトレータＥは、リーフ・アー ビトレータの相対的な優先度、およびトップ調停レベルにおける許可付与のＬＷ 履歴に基づいて、リーフ・レベル・ウイナのどれが、調停の許可を勝ち取るかを 決定する。各調停ユニットに関連する種々のＬＷポインタは、必要に応じて、同 期的に状態を変化させる。 優先的総当たり方法を用いると、多数の要求がある場合、新しいデフォルト調 停ウイナが選択される。ある基板が調停を勝ち取った場合、勝利した基板は次の 状態では最も低い優先度を有することになる。 例えば、リーフ・アービトレータＢ内のＣＰＵ５が当該レベルにおいて調停許 可を勝ち取った最終装置であったとすると、ＬＷ２７０はＣＰＵ５を指し示す。 リーフ・アービトレータＢ内における次の調停許可はＣＰＵ６またはＣＰＵ７、 例えば、最終ウイナの「右側」にある装置に与えられる。勿論、これは、ＣＰＵ ６またはＣＰＵ７のいずれかが要求をアサートし、ＣＰＵ５はアサートしていな い場合のことである。したがって、ＣＰＵ６またはＣＰ７のいずれかが要求をア サートしている場合、ＣＰＵ４およびＣＰＵ５は、アクセス許可の候補となるこ とはできない。ＣＰＵ６またはＣＰＵ７のいずれも要求を行っておらず、ＣＰＵ ４およびＣＰＵ５が双方共要求を行った場合、この例では、ＣＰＵ４がリーフ調 停Ｂのレベルでは勝者となる。何故なら、ＣＰＵ４はＣＰＵ５よりも優先度が高 いからである。 アドレス・バス・アクセスに対する調停を行いたいＣＰＵは、それが結合され ているリーフ・アービトレータへの入力要求"rin"ラインを通じて、トップ・ア ービトレータ２５０に要求を発する（第９図参照）。各ローカル・リーフ・アー ビトレータは、それ自体のrinライン上に存在し得る０ないし４つの要求間で調 停を行い、その要求元の間でウイナを決定する。決定は、格納されているＬＷ情 報、および競合する要求の優先度に基づき、自律的に行われる。各回路カード５ ０−Ｎ上の各アドレス・コントローラ１８０は、要求情報が調停バス８０を通じ て全てのユニット１８０に結合されているので、常に同じ情報を見ており、各コ ントローラ１８０は同じ状態を有する。添付資料１に関して以下で更に詳細に説 明するが、ＬＷは、以下のように、３つのビット、即ち、rgt（「右」に対して ）によって、ビット・マスクされて実施されることが好ましい。 rin: ０ １ ２ ３ rgt: １ ２ ３ 本発明によれば、rgt[n]がセットされると、調停ラインｎは、調停ラインｎ− １よりも優先度が高くなる。rgt[1]がセットされると、rin[1]はrin[0]よりも優 先度が高くなる。リーフ・レベル・アービトレータがウイナを許可した場合、そ の右側の要求ラインが最も高い優先度を有することになる。これらのrinライン のいずれかが共有資源に対するアクセスを要求した場合、リーフ・レベル・アー ビトレータは、トップ・レベル・アービトレータに対するウイナ右側信号wrgtを アサートする。これによって、このリーフ・アービトレータがもう１回共有資源 を許可されることが保証される。 このように、リーフ・アービトレータＡでは、ＣＰＵ０が最後に勝利し、ＣＰ Ｕ１が次に要求を行わず、ＣＰＵ２およびＣＰＵ３が各々アドレス・バス・アク セスを要求した場合、ＣＰＵ２の優先度がＣＰＵ３のそれよりも高いので、ＣＰ Ｕ２が勝利することになる。各リーフ・アービトレータは、その競合者間におい て同様の判断を行い、"rout"ライン上の信号をトップ・アービトレータ２５０に 出力し、それがアクセスを望んでいるＣＰＵを有することを示す。各リーフ・ア ービトレータは、トップ・アービトレータに、ウイナ右側信号（"wrgt"）も送る 。wrgtをアサートしているリーフ・アービトレータは、トップ・アービトレータ において最も高い優先度を有し、バスに対するアクセスを許可される。 トップ・アービトレータ２５０の観点からは、リーフ・アービトレータは、最 初のリーフ・アービトレータＡが２番目のリーフ・アービトレータＢよりも優先 度が高く、２番目のリーフ・アービトレータＢが３番目のリーフ・アービトレー タＣよりも優先度が高く、３番目のリーフ・アービトレータＣが４番目のリーフ ・アービトレータＤよりも優先度が高くなるように、優先度が決められる。所与 のリーフ・アービトレータに関連するどのＣＰＵが、当該リーフ調停レベルにお いて、調停を「勝ち取った」かは、トップ・アービトレータには無関係である。 唯一の必要な情報は、４つのリーフ・アービトレータの内どれが現在アクセスし ようとしている装置を有するのかという情報である。 トップ・アービトレータおよびリーフ・アービトレータ・レベルにおいて、Ｌ Ｗポインタは厳密に優先度が付けられた順序に優越する。リーフ・アービトレー タＡを通じて要求を行った装置が、トップ・アービトレータが発行した許可を最 後に勝ち取った場合、最後のウイナＡの「右側」にあるリーフ・アービトレータ 、例えば、ＢまたはＣまたはＤが、Ａよりも高い優先度を有することになる。し かしながら、リーフ・アービトレータＡがwrgt信号をアサートしたなら、これが 最も高い優先度を得ることになる。リーフ調停レベルＬＷ機構の場合と同様、Ｌ Ｗポインタは巡回せず、ＬＷポインタは、必要に応じて、各システム・クロック ・サイクル毎に１回同期的にリセットされる。システム１０の起動時に、回路基 板が挿入されると、ＬＷポインタはそれらのデフォルト値にリセットされる。Ｌ Ｗ状態変化（例えば、右に向かって増分する）は、１２ｎｓのクロック・サイク ル 毎に同期的に発生することが好ましい。 好適な実施態様では、ＡrbＳync信号（本明細書の中で説明する）は、１つの 基板のみによって駆動され、調停状態機械の基板間同期のための機構を提供する 。 トップ・アービトレータは、それ自体のＬＷ状態機械、およびリーフ・アービ トレータからの"rout"ライン上の入来する要求の優先度に基づいて、許可の決定 を行う。最終的な許可決定は迅速に行われ、ウイナ出力即ち"win"ラインを用い 、調停バスを通じて、リーフ・アービトレータに渡される。例えば、ＣＰＵ０が リーフ・レベルの調停を最後に勝ち取った場合、その後ＣＰＵ０の優先度は最低 となり、リーフ・アービトレータＡは、そのＣＰＵ１がアクセスを要求した場合 、それに対する許可を受け取る。リーフ・アービトレータＢ内において、ＣＰＵ ５が最後に勝ち取った場合、その後ＣＰＵ５の優先度は最低となり、この時点で はＣＰＵ６が（要求を行えば）勝利することができる。トップ・アービトレータ ・レベルでは、リーフ・アービトレータＡが最後に許可を勝ち取った場合、その 後この優先度は最低となり、この例では、リーフ・アービトレータＢが勝利する 。即ち、そのＣＰＵ６が調停許可を勝ち取ることができる。 第９図および添付資料１で用いている表記について簡単に説明する。添付資料 １は、概略的な、主として装置に独立したものであることを意図している。例え ば、ここで与えたコードは、特定のファンインおよびファンアウト要件を有する 特定の論理ゲート・ファミリに専用としたものではない。上述の総当たり調停方 法の他の実施態様も、実施可能であることを、当業者は認めよう。添付資料１で は、"^〜"という表記は、ＮＯＴ即ち論理的補数を表す。例えば、〜１＝０である 。一方、垂直線"|"は論理ＯＲを表す。"reset_1"という表現は、例えば、"reset "信号が、ロー即ち"0"のときにアクティブであることを示す。「要求入力ライン 」の表記rin(3:0)のような表記は、リーフ・アービトレータＡが、ビット３，２ ，１，０上の４つまでのＣＰＵ要求の入力を受け取り可能であることを示す。単 一のリーフ・レベル信号routは、トップ・リーフ・アービトレータまで結合され 、r(0)はリーフ・アービトレータＡからの要求であり、r(1)はリーフ・アービト レータＢからのものである、等となっている。トップ・アービトレータ wout(3: 0)から受け取った単一のリーフ・アービトレータ勝利許可は、４ビット、即ち、 ３，２， １，および０を用いる。 添付資料１の最初のページｉから始めると、モジュール"arbbig"はトップ・ア ービトレータの内部機能を記述し、信号は入力または出力として識別され、かつ 宣言され、それらの信号ビット幅が定義される。エントリ"reg[3:1]rgt"は、例 えば、実数の取得を定義する。２番目の"assign"エントリにおいて、"change"は 、いずれかのリーフ・アービトレータがその"rin"信号をアサートしているか否 かについて問い合わせる。ページｉの最後の"assign"エントリにおいて変化があ る場合、next_rgt[1]に realw[0]が割り当てられ、変化がない場合、rgt[1]は変 更されない。ページiiの先頭において、次のrgt値におけるrgtに対する同期的な 割り当てが行われる。 ページiiの先頭において、モジュール"arbgrp"はリーフ・アービトレータ・ユ ニットの内部機能を記述する。ページiiにおいて、例えば、表記"wirewin01=rin [0]＆〜rgt[1]"は、rin[0]がアサートされ、rgt[1]がセットされなければ、０が １に対して勝利することを表す。"wout[0]"割り当てエントリは、例えば、その 要求がアサートされた場合、０が勝利し、このリーフ・アービトレータが、その 同等物に対して勝利することを表す。ページiiの下部近くにある"next_rgt[1]" エントリは、rinが変化し、０が勝利した場合、rgt[1]をセットすることを表す 。 添付資料１のページiiの下部から始まる部分において、モジュール"arbtop"は 、どのようにしてトップ・アービトレータおよび４つのリーフ・アービトレータ を接続するのかについて記述する。第９図は、これらの接続、およびarbtopモジ ュール自体の図式表現である。ページiiの下部から始まり、ページiiiに続いて 、モジユール"arbtop(clk,reset_1,rin,wout)"は、以前に定義したトップ・アー ビトレータを相互接続することを対象とし、好適実施例では、４つの以前に定義 したリーフ・アービトレータである。 添付資料１におけるarbgrpモジュールについて、これより詳細に説明する。各 リーフ・アービトレータは４つのrin信号を入力し、rin信号のいずれかがアサー トされた場合、１つのrout信号をトップ・アービトレータに出力する。rin[1],f in[2],およびrin[3]の各々は、関連するrgtレジスタを有する。左側のrinのいず れかが、最後に変更信号がトップ・アービトレータによってアサートされたとき のウイナであった場合に、rgtレジスタがアサートされる。対応するrgtビットが セットされているrin信号は、左側のrin信号（小さい番号を有する）よりも優先 度が高く、そのrin信号はクリアされる。その他の場合、調停は、rin[0]＜rin[1 ]＜rin[2]＜rin[3]と成るように、厳密に優先順位が決められる。好適な実施態 様では、rin[0]は、関連するrgtレジスタを有さず、純粋に優先順方式のみを基 準とする。 リーフ・アービトレータが最後のウイナであって、rgtビットがセットされて いる第２のrinが現ウイナである場合、wrgtout信号をアサートして、このリーフ ・アービトレータが最も高い優先度を有すべきことを、トップ・アービトレータ に知らせる。４つのrin信号の内のウイナwout[3:0]は、対応するrin信号がアサ ートされると、アサートされ、トップ・アービトレータは、このリーフ・アービ トレータのwin信号をアサートし、他の３つのrin信号の中には、このrin信号に 勝利するものはないと判定する。 rin信号の各対は、一方または他方が勝利する条件を定義する２つの「ウイナ 方程式」を有し、合計で１２のかかる方程式がある。winに対して、rin信号をア サートしなければならず、他のrinには対応するrgtレジスタがアサートされてい るものがない場合、最も番号が小さいrinが勝利する。 arbbigモジュールに関して、トップ・アービトレータ・モジュールは、既に述 べたリーフ・アービトレータと同様である。ウイナ方程式は、next_rgt方程式で あるので、同一である。トップ・アービトレータに対して、wout方程式は、wrgt をアサートするリーフ・アービトレータが最も高い優先度を得ることも反映する 。リーフ・アービトレータのいずれかがバスを要求することには無関係にトップ ・アービトレータは潜在的なウイナを計算するので、realwは、リーフ・アービ トレータに、そのrinがアサートされていると共に、ウイナとして選択されてい ることを要求する。リーフ・アービトレータのいずれかからの要求がある場合、 現在実施されている変化信号がアサートされる。変化信号がアサートされると、 全てのrgtレジスタが更新される。 上述の同期分散型アルゴリズムは、アドレス・バスおよびデータ・バス双方に 対するアクセスを迅速に調停する際に用いることができるが、上述のシステム１ ０においては、レイテンシが低いアクセスには、前者の方が後者よりも重要であ る。アドレス・パケットは、アドレス・バス・アクセスに対する調停と同時に出 力することができ、これによって、従来技術の方式（第８図参照）に対して２ク ロック・サイクルの節約となる。この手法は、調停がまず行われ、次いで許可ア ドレス・パケットがアドレス・バス上に置かれる従来技術の方式よりも格段に高 速である。更に、アドレス・バス調停ラインとデータ・バス調停ラインとが別個 に与えられる従来技術の方式とは異なり、共通の調停バスが、アドレス・バスお よびデータ・バス・アクセスの調停を行うために時間多重化されているので、ピ ン数も節約される。好適実施例では、アドレス・バスおよびデータ・バス要求ト ランザクションは、各々２サイクル長である。 更に、上述のアルゴリズムは、比較的浅い論理深度、ここでは、約６論理レベ ルを有する平坦な総当たりの実施態様であるかのように動作する。論理深度は、 上述の実施例では、入来する要求およびアクセスの許可の間で比較的少ない論理 ゲート演算を考慮すればよいことを意味する。 平坦な実施態様を使用可能であること（例えば、単一のリーフ・アービトレー タに対して１６本の入力ライン）、または２レベル以上の階層を使用可能である ことが認められよう。しかしながら、全てを考慮すると、小集団の競合者（例え ば、４つの競合者／群まで）間においてリーフ調停が発生し、更に小集団の競合 者（再び、４つ）間でトップ調停が発生する２レベル階層が、低いレイテンシで 容易に実施される。更に、好適実施例は階層的総当たり調停方法を用いて、コン ピュータ・バスに対するアタセスの種々の要求の調停を行うが、この方法は、限 定された資源を争う競合者間において迅速な調停が望ましいあらゆる環境におい て使用可能である。好適に用いられる状態信号タイプ 次に、４つの状態信号タイプ、Ｓhared,Ｏwned,Ｍapped,およびＩgnoreについ て、第１０表を参照しながら、更に詳細に説明する。 Ｓhare（"Ｓ"）状態信号 基板当たり１つとして、１６個のＳhared（"Ｓ"）信号がある。各基板はそれ 自体のＳhared信号を駆動し、他のＳhared信号を全て読み取る。第２表に記した ように、Ｓhared信号はアドレス・バス・ピン上に多重化されている。Ｓhared信 号は、関連するアドレス・バス・サイクルの最初のサイクルの５サイクル後に駆 動される。Ｏwned（"Ｏ"）状態信号 Ｏwned状態信号は、関連するアドレス・バス・パケットの最初のサイクルの６ サイクル後に駆動され、データＩＤバス上に多重化される（第６図参照）。 ＳharedおよびＯwned状態ラインは、基板が実際に当該ラインに対するデータ を有していなくても、駆動されることになっている。基板は、それがアドレス・ バス上でＲeadＴoＯwnトランザクションを開始した時点から、所有権を放棄する 時点まで、ラインのオーナとなる。所有権が放棄されるのは、基板がアドレス・ バス上で当該ラインに対するＷriteＢackトランザクションを開始したとき、ま たは他の基板がアドレス・バス上で当該ラインに対するＲeadＴoＯwnまたはＷri teＳtreamトランザクションを開始したときである。 同様に、基板は、それがアドレス・バス上でＲeadＴoＳhareまたはＲeadＴoＳ hareＡlwaysトランザクションを開始した時点から、Ｓhared信号をアサートする 目的のために、ラインを有すると言われる。基板は、ラインがキャッシュにおい て置き換えられる時点まで、または他の基板が当該ラインに対してＲeadＴoＯwn またはＷriteＳreamトランザクションを開始するまで、このラインを保持する。 各プラグイン回路基板は、多数の装置を有することが好ましく、その装置の全 てに代わって動作する。したがって、基板は、ラインがその装置のいずれか１つ によって共有または所有されている場合、それ自体のトランザクションのために 、Ｓhared信号またはＯwned信号をアサートする。Ｍapped（"Ｍ"）状態信号 Ｍapped状態信号は、トランザクションが応答を受け取ることを、開始側に示 すために用いられる。Ｍappedがアサートされないと、開始側は、それが応答を 受け取らないこと、および適切なエラーを報告すべきことを知る。Ｍapped信号 は、十分に長いタイム・アウトを、軽いエラーとしてではなく、致命的なハード ウエア・エラーとして対処可能とすることが好ましい。Ｍapped信号は、関連す るアドレス・バス・パケット（第６図参照）の最初のサイクルの６サイクル後に 駆動される。第６表によって記されるように、Ｍappedは、データＩＤバス上に 多重化されている。 キャッシュ可能な空間に対する全てのトランザクション（即ち、ＲＴＳ，ＲＴ ＳＡ，ＲＴＳＦ，ＲＴＯ，ＲＳ，ＷＢ，ＷＳ）に対して、Ｍappedは、対応する メモリ・ラインがその時点においてキャッシュによって所有されていても、その メモリ・ラインを有する基板によってアサートされる。割り込みトランザクショ ンについては、割り込みの宛先がその時点において当該割り込みを受け入れるこ とができなくても、割り込みの宛先（あるとすれば）がＭappedをアサートする 。キャッシュ不可能なリードおよびライト・トランザクションでは、基板が当該 トランザクションに対する応答側である場合、その基板がＭappedをアサートす る。Ｍappedは、好ましくは、Ａdminパケットに対してはアサートされない。Ｉgnore（"Ｉ"）状態信号 第１図のグローバル・ネットワーク・インターフェース・ユニット１５内に示 す無視機構１７および記憶装置１９について、これより、オムニバス・システム ２０”全体におけるアドレス・トランザクション・パケットの最適な再順序付け に関して説明する。即ち、第１図に示すように、グローバル・ネットワーク・イ ンターフェース１５は、システム１０全体を構成する種々のコンピュータ・サブ システムと関連するバス・システム２０，２０’を結合し、オムニバス・システ ム２０”を形成する。インターフェース１５はオムニバス・システム２０”に結 合され、バス・システム２０”によって搬送されようとするアドレス・バス・ト ランザクション全てを監視する。任意のサブシステムに関連するいずれかの回路 基板（群）上のいずれの装置（群）からでも発する可能性がある、種々のトラン ザクションは全て、好ましくはグローバル・ネットワーク・インターフェース１ ５に送られ、ここで、全体的なトランザクションの順序が定義される。次に、か かる全体的な順序は、オムニバス・システム２０”を通じて伝達され、システム １０に結合されている種々の回路基板上のアドレス・コントローラに戻される。 無視機構の機能に関するその他の詳細は、本願と同一日付で出願され、"ＭＥＴ ＨＯＤ ＡＮＤ ＡＰＰＡＲＡＴＵＳ ＯＰＴＩＭＩＺＩＮＧ ＧＬＯＢＡＬ ＤＡ ＴＡ ＲＥＰＬＩＥＳ ＩＮ Ａ ＣＯＭＰＵＴＥＲ ＳＹＳＴＥＭ"と題し、本願と同一譲受人に譲渡された、同時 係属中の米国特許出願第０８／ 号においても見出すことができる。 先に引用した同時係属中の特許出願において更に記載されているように、トラ ンザクションの全体的な再順序付けは、Ｉgnore信号の使用の結果得られるもの である。本発明は、あらゆる単一のトランザクションの再順序付けを行うのは不 要であることが好ましいことを認める。したがって、ＩＧＮＯＲＥ信号は、再順 序付けを行わなければならないアドレス・バス・トランザクションが感知された 場合はいつでも、グローバル・ネットワーク・インターフェース機構１５内にお いて、オムニバス・システム２０”に対して発行される。かかる再順序付けの可 能性のあるトランザクションの典型的な候補は、格納されているデータがメモリ 内で有効でないアドレス位置からのデータをＣＰＵが要求する場合であろう。か かるトランザクションを別の方法で行わせると、異なるバージョンのデータが発 生し(promulgate)、システム１０の障害に至る。グローバル・ネットワーク・イ ンターフェース・ユニット１５内では、動的に維持されているテーブル１９が、 システム１０を構成する種々の回路基板間に分散されているメモリ内の全キャッ シュ・ラインを含んでいる。分散型メモリ・システムにおける各キャッシュ・ラ インに対して、グローバル・ネットワーク・インターフェース・ユニット１５は 、関連する状態を２ビットで保持しており、４つの状態、即ち、ＩＮＶＡＬＩＤ ,ＳＨＡＲＥＤ,ＯＷＮＥＲ，またはＭＯＤＩＦＩＥＲを定義する。オムニバス２ ０”内では、種々の状態信号１００が、アドレス・バス・パケットによってアド レスされたラインの状態を示し、第１０表に示すように、これら４つの状態信号 を供給する。 Ｉgnore信号は、論理的にアドレス・バス・トランザクションの再順序付けを 行い、分散型共有メモリを実施する際に用いることができる。Ｉgnoreは、分散 型共有メモリを実施する基板が、Ｉgnoreをアサートしたトランザクションの前 に、異なるトランザクションを挿入することを可能とし、次いで当該トランザク ションを再発行することを可能にする。Ｉgnore信号は、第２表に示すように、 アドレス・バスのピンに多重化されており、最初のアドレス・サイクルから５サ イクル後に有効となる（第６図参照）。Ｉgnoreがアサートされると、アドレス ・パケットは、Ｉgnoreをアサートした装置以外の全装置によって無視される。 Ｉgnoreをアサート した装置は、後に同じトランザクションＩＤを用いて同じ（または同等の）トラ ンザクションを再発行しなければならない。好適実施例では、Ｉgnoreはコヒー レント・トランザクションおよび割り込みに対してのみアサートすることができ 、ＩＯリード、ＩＯライト、またはadminパケットに対してはアサートすること ができない。 ＣＰＵが無効状態にあるキャッシュ・ラインを要求した場合、例えば、メモリ 内において有効でないデータを探す場合、無視機構はオムニバス２０内のＳＴＡ ＴＥラインを通じてＩＧＮＯＲＥ信号を発行する。グローバル・ネットワーク・ インターフェース内の状態テーブルに記憶されている種々のＳＴＡＴＥ信号は、 種々の回路基板内のＤＴＡＧ ＲＡＭユニット２２０と全く同一の状態を有する 。システム１０の分散型メモリ内の特定位置に格納されているデータが無効とな ることはあり得るので、当該キャッシュ・ラインに関連するＳＴＡＴＥ信号は無 効となり、したがってＩＧＮＯＲＥ信号がアサートされる。 ＩＧＮＯＲＥ信号がアサートされた場合、実際の効果は、オムニバスに結合さ れている全てのアドレス・コントローラ１８０が、対象のトランザクションが発 生しなかったかのように機能することである。対象のメモリ・アドレス（所望の データの無効バージョンが保持されている）をアクセスすることはできるが、実 際上の目的のためではない。何故なら、他のメモリ位置（物理的にどこでもよい ）が所望のデータの有効なバージョンを保持しているからである。いずれかのＣ ＰＵまたはその他の装置が、無効状態に関連するキャッシュ・ラインにアクセス しようとする場合、関連するメモリＴＡＧ（即ち"ＭＴＡＧ"）が示すように、グ ローバル・ネットワーク・インターフェースはＩＧＮＯＲＥ信号をアサートさせ る。 第６図に関して先に記したように、状態信号ＩＧＮＯＲＥおよびＳＨＡＲＥ"( Ｉ,Ｓ)"は、トランザクションが要求元のＣＰＵ装置を内蔵するサブシステムに 結合された関連するアドレス・バスを駆動してから５サイクル後の、共通タイミ ングにおいてアサートされる。したがって、好適実施例では、ＩＧＮＯＲＥ信号 がアサートされる前に、５サイクルのレイテンシがある。興味深いことに、要求 元装置を内蔵している回路基板に関連するアドレス・コントローラ１８０は、オ ムニバス上において、それが要求したトランザクションを見ようともしない。そ の理由は、各 アドレス・コントローラ内に、コヒーレント入力キュー１８２（"ＣＩＱ"）、お よびバッファ・キュー１８４があるからである。各アドレス・コントローラはそ れに関連するＣＩＱに、関心のある全てのコヒーレント・トランザクション、例 えば、それ自体のトランザクションをロードする。 好適実施例では、アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号は、全てのアドレス・コン トローラに、ＩＧＮＯＲＥのフラグが立ったトランザクションを、各アドレス・ コントローラのコヒーレント入力キューに追加するのを禁止する。したがって、 要求元の装置に関連するアドレス・コントローラでさえも、ＩＧＮＯＲＥのフラ グが立ったトランザクションを、それ自体のコヒーレント入力キューにロードす ることはできない。実際の効果は、ＩＧＮＯＲＥのフラグが立ったトランザクシ ョンは、オムニバス・システム上ではアサート状態にはならず、したがって時間 的即ちタイミングの意味において、トランザクションはまだ発生していないこと になる。トランザクションは、ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートした装置によって、 再発行される。 したがって、第６図において、タイム・スロット０は、有効なアドレス要求の 最初の発行を表すことができる。あるいは、タイム・スロット０は、同じ要求を 後に再発行することを表すことができる。この要求の最初の発行は、関連するア ドレス・コントローラ内の対応するコヒーレント入力キューにトランザクション をロードするのを禁止するＩＧＮＯＲＥ信号によって禁止されたものである。 個々のアドレス・コントローラは、オムニバス上に現れるトランザクションに 関連するsourceＩＤから、所与のトランザクションが当該アドレス・コントロー ラ、例えば、このアドレス・コントローラが存在する回路基板に関連する装置に 関連するか否かについて、学習することができる。更に、アドレス・コントロー ラは、オムニバスから、対象のトランザクションに対するキャッシュ・ラインが 異常状態にあるか否かについて、例えば、他の装置があるキャッシュ・ラインを 要求し、そのキャッシュ・ラインに対して当該アドレス・コントローラが変更コ ピーを保持しているかどうかを学習することができる。好適に使用されるステータス信号 好適実施例は、ＥＣＣＶalid,ＤＣＥＳel,およびＤataＣanel/Ｅrrorという３ つのステータス信号を与える。これらの信号は、対応するデータ・バス・パケッ トの最 初のデータ・サイクルの２サイクル前に、１サイクルの間駆動される。３つのス テータス信号は全て、第６表に示したデータＩＤバス上に多重化される。 ＥＣＣＶalidステータス信号は、データ・バス・パケット内のＥＣＣフィール ドが有効であり、ＥＣＣを発生することができない装置の使用を許可するか否か を示す。ＥＣＣＶalldは、キャッシュされない動作および割り込みに対してのみ 意味を持ち、キャッシュ可能なトランザクションに対しては意味を持たない。好 適実施例では、メモリはどのデータが有効なＥＣＣを有するのかを追跡しないの で、全てのキャッシュ可能なトランザクションは有効なＥＣＣを有さなければな らない。 ＤＣＥSelステータス信号は、Ｄata-Ｃancel/ＥrrorをＤataＣancelとして扱 うべきかまたはＥrrorとして扱うべきかを、以下の第１１表に記載するように示 す。 ＤataＣancelは、ＤataＢusパケットを取り消す際に用いられる。しかし、そ うしても、データ・バス・パケットを取り消すのみであり、トランザクションを 取り消す訳ではない。この手順は、データ・バス・パケットが無効の場合、また は「押し出された」ライト型動作がデータを受け入れられない場合に用いられる 。これら２つのエラー・コーディングは、装置が２つのエラー・タイプ間の区別 を行うことができ、ＵＰＡ相互接続アーキテクチャに適合するという利点がある 。 より具体的には、無効なデータ・バス・パケットは、Ｏwned信号が有効になる 前にメモリがその応答を開始した場合に、キャッシュ内に所有されているライン に対するリード・トランザクションの結果、発生する可能性がある。この状態は 、例えば、メモリのレイテンシを減少させる試みにおいて発生することがある。 あるいは、ライト型動作が開始側によって「押し出された」場合、宛先はデー タを受け入れることができない。すると、宛先はデータ・バス・パケットを取り 消し、データを「引き込む」責務を負う。即ち、ＷriteＳtream,ＷritelＯ,およ び ＷriteＢlockＩＯ動作に関して後に説明する手順を行う。好適実施例において用いられるパリティ信号 好ましくは、システム３０は２つのパリティ信号、ＰarityＡおよびＰarityＤ を用いて、状態、ステータス、ＤataＩＤ、および調停信号を保護する。双方の パリティ・ビットは偶数パリティをエンコードする。 ＰarityＡは、「アドレス・サイクル」、例えば、アドレス・バス調停が駆動 されている間のサイクルの間に駆動される信号群を保護するために用いられる。 これらの信号群は、アドレス・バス内の予約ビット、データＩＤバス上で多重化 されているＯwned,Ｍapped,ＥＣＣＶalid,ＤＣＥＳel,およびＤataＣancel/Ｅrr or信号、ならびに調停信号を含む。 ＰarityＤは、「データ・サイクル」、例えば、データ・バス調停が駆動され ているサイクルの間に駆動される信号群を保護する。これらの信号群は、おおま かに(untidy)、ＤataＩＤ,Ｉgnore信号、共有ライン、および調停を含む。これ らは双方のサイクルで駆動されるので、調停信号は両方のパリティ・フィールド によって保護されることは認められよう。ＰarityＡおよびＰarityＤは、双方と もデータＩＤバス上に多重化され、多くとも１つの基板によって駆動され、ソフ トウエアがパリティを駆動する基板を選択する。 第５図は、ＰarityＡおよびＰarityＤに対する信号タイミングを示す。図示の ように、ＰarityＤは、それが保護する信号から１サイクル遅れている。何故な ら、ＰarityＤはＰarityＡと同じサイクルで駆動されるからである。システム３ ０と共に使用可能なコンフィギュレーション信号には、クロック、ＪＴＡＧ、お よびその他の実施態様に依存する信号が含まれる。ＲeadＴoＳhareトランザクション・タイミング 第６図は、ホームが基板２（例えば、５０−２）内にある、アドレスＡに対す る基板１（例えば、第１回路基板（第１図の５０−１））によって開始されたＲ eadＴoＳhareトランザクションについての、信号タイミング関係を示す。第６図 および第７図では、付番した実線矢印によって固定のタイミング関係が表され、 破線矢印によって原因となる可変タイミングの因果関係が示されている。先に注 記したように、"Ａ"および"Ｄ"はマスタ・クロック信号のアドレス・サイクル部 分 およびデータ・サイクル部分を表す。 第６図の例は、リード型トランザクションに対するこれらの関係について、最 も速い（例えば、最少の）タイミング値を示す。ライト型動作では、開始側がデ ータ・バスに対する調停も行う。したがって、ライト型動作では、データ・バス ・パケットに対する最も速いタイミングは、２サイクル早い。 （１）第６図の例において、基板１は、アドレス・バスに対する速い調停を利 用し、サイクル０において、２つのアドレス・バス・サイクルの内最初のサイク ルおよびその調停ラインを駆動する。アドレス・バス・パケットにはＳourceＩ Ｄｉ（次のサイクルで駆動される）が添付されている。多数の基板が同時にアド レス・バスおよび調停バスを駆動している場合、アドレス・バスはこれらのサイ クルの間無視される。調停ウイナが決定され、第７図に示すように、サイクル２ において、ウイナが代わりにアドレス・バスを駆動する。 （２）アドレス・サイクルがアドレス・バス上に現れてから５サイクル後に、 全ての基板が、Ｓhared信号およびＩgnore信号に対する適切な値をアサートする 。これらは、第６図および第７図において、"Ｓ,Ｉ"と一括して示されている。 （３）Ｓhared信号から１サイクル後、即ち、最初のアドレス・バス・サイク ルから６サイクル後に、基板はＯwned信号に対する適切な値をアサートする（第 ６図参照）。 （４）基板２は、アドレスＡに対してホームであるために、アドレスをデコー ドし、サイクル３において、データ・バスに対する調停要求を行う。これが調停 を勝ち取った場合、２サイクル後にＳourceＩＤｉを用いてデータＩＤバスを駆 動する。 （５）データＩＤバスを駆動してから３サイクル後に、基板２がステータス信 号を駆動する。例えば、ホーム（基板２）がデータ・バスにメモリ・レイテンシ を減少させるように要求した場合、ＤataＣancelが必要となる場合がある。かか る要求を行う際、ホームは、それがデータを供給すると想定し、実際には他の基 板がオーナである場合、ホームはその要求を取り消す。 （６）ステータス信号を駆動してから２サイクル後に、基板２はデータ・バス 上の２データ・サイクル（ｄ０，ｄ１）の内最初のサイクルを駆動する。調停タイミング 第６図および第７図は、高速モードの調停を示し、第７図においてハッチング を施したアドレス・バス・サイクルは基板４との衝突を表す。この例では、基板 １が調停を勝ち取って、サイクル２において再びアドレス・バスを駆動する。基 板４は、サイクル２において再びアドレス・バスに対する調停を行い、サイクル ４において再びアドレス・バスを駆動する。基板４によって開始される以降のト ランザクションは、第６図において陰影を付けたブロックで示されている。データ転送およびトランザクションＩＤ管理 データ転送は、リード型またはライト型のいずれかである。リード型転送は、 応答側から開始側へのデータ転送を伴い、一方ライト型転送は、開始側から応答 側へのデータ転送を伴う。リード型データ転送 リード型データ転送は応答側を伴うが、応答側とはメモリまたは装置が考えら れる。キャッシュ可能な転送では、メモリはＤataＩＤを発行することによって 不確実にデータ・パケットを開始するが、最終的にはＤataＣancelをアサートす ることによってこのデータ・パケットを取り消す場合がある（ステータス信号、 ならびに第７表および第１０表に関する先の説明を参照のこと）。不確実な開始 およびその後の取り消しは、キャッシュ可能なリード要求がメモリから満足され る一般的な場合に、レイテンシを最少に抑えることができる。取り消しは様々な 理由から起こり得るが、アドレス・パケットに対するＩgnoreまたはＯwnedのア サート、アドレス・パケットがＲＴＯであったこと、および開始側がＳharedを アサートしたこと（この場合、開始側は何の応答も期待しない）が含まれる。 メモリがデータ・パケットを取り消さなければならない場合、そのトランザク ションに対する最初のアドレス・バス・サイクルから１１サイクル以内に、当該 パケットに対してＤataＩＤを発行する（以下で、トランザクションＩＤに対す る規則の下で説明する）。応答側がメモリ以外の装置である場合、データ・パケ ットは取り消されない。ライト型データ転送 ライト型データ転送では、最初に開始側によるデータの「押し出し」がある。 例えば、開始側はデータ・バスに対する調停を行い、データを応答側に駆動する 。ステータス信号に関して先に説明したように、応答側がデータを受け入れる用 意ができていない場合、応答側はＤataＣancelをアサートして、データ・バス・ パケットを取り消す。次に、応答側はデータを「引き込む」責務を得て、それが 取り消したデータ・バス・パケットのライト型トランザクションを追跡する。応 答側がデータを受け入れる用意ができた場合、データ・バスに対する調停を行い 、データを供給する用意ができているはずの開始側からデータを得る。ライト型 トランザクションに対してＩgnoreがアサートされた場合、データ・パケットを 発行してはならない。 あるいは、適切な対応が装置のインターフェース・プロトコルから提供された 場合、ライト型トランザクションに対するプロトコルを簡略化することができる 。例えば、装置からライト・データを得るための機構が、ライト動作の完了を確 認する機構とは異なる場合、ライトの宛先にデータを「引き込ませる」ことがで きる。その場合、「押し出し」に続いて「引き込み」を指定する必要はない。し かしながら、ＵＰＡプロトコルは、装置からライト・データを得ると共に、ライ トの完了を知らせるように機能する、共通のＳ_ＲＥＰＬＹを可能にすることが 好ましい。 トランザクションＩＤに対する規則について、これより説明する。各基板は７ つの一意的なトランザクションＩＤを有する。トランザクションＩＤが一意的に トランザクションを識別することを保証するために、基板は以下の規則に従わな ければならない。一意のＩＤを維持するための基板規則 （１）あるトランザクションに対する応答のＤataＩＤは、対応するアドレス ・バス・パケットの最初のサイクルから３番目のサイクルより早く発生してはな らない。 （２）Ｉgnoreがアサートされたライト型トランザクションでは、データ・パ ケットを発行してはならない。しかしながら、この規則は、Ｉgnoreがアサート されるシステム（例えば、分散型共有メモリ、即ちＤＳＭシステム）についての み関係する。好適実施例では、モード・ビットを用いて、Ｉgnoreの値がわかる まで、ライト型動作に対してデータ・パケットを発行するのを禁止する。 （３）開始側がＯwnedをアサートしたＷriteＢackトランザクションおよびＩg noreがアサートされないＷriteＢackトランザクションについては、開始側がデ ータ・バス・パケットを送る。ホーム基板は、パケットを受け入れるか、あるい はＤataＣancelをアサートする。ＤataＣancelをアサートした場合、ホーム基板 は他のデータ・パケットを用いてデータを「引き込む」。いずれの場合でも、ホ ーム位置はメモリにライトを行わず、単にデータを破棄するだけである。 （４）Ｓharedがアサートされた割り込みトランザクション、およびＩgnoreが アサートされない割り込みトランザクションについては、開始側がデータ・パケ ットを送ることができる。開始側がデータ・パケットを送る場合、応答側はデー タを破棄することができるが、ＤataＣancelをアサートしてはならない。 （５）トランザクションＩＤは、応答が取り消されなかった場合、以前のトラ ンザクションに対する応答のＤataＣancelタイム・スロットから２サイクル後に 開始する新しいトランザクションに対して、再使用することも可能である。 トランザクションによっては、開始側がもはや有効な応答を期待していないか もしれないが、なお応答側はデータ・パケットを発行することができ、後にこの データ・パケットを取り消すという場合があり得る。開始側は応答を期待してい ないので、開始側は、同じトランザクションＩＤを用いて新しいトランザクショ ンを開始する潜在的な可能性がある。例えば、開始側がＳharedをアサートした ＲeadＴoＯwnトランザクションは、有効な応答を必要としない。更に別の例とし て、基板がＯwnedをアサートし、データで応答したメモリ・リード動作では、メ モリからの応答は要求されない。取り消された応答を誤解しないための基板規則 最初のトランザクションに対して取り消された応答を、同じトランザクション ＩＤを有する以後のトランザクションに対する応答と間違えるのを避けるために 、基板は次の２つの規則を遵守しなければならない。（以下の規則は、後の取り 消された応答の可能性がないトランザクションＩＤには適用されない。） （６）取り消された応答があり得るリード型トランザクションに対するＩＤは 、元のトランザクションの最初のアドレス・バス・サイクルの後１４サイクルま では再使用してはならない。別の言い方をすれば、ＩＤが使用できない元のアド レ ス・バス・パケットの後に、６つのアドレス・バス・パケット・スロットがある 。 （７）基板は、対応するアドレス・バス・パケットの最初のサイクルから１１ 番目のサイクル以降に取り消すあらゆるトランザクションに対するＩＤを用いて 、データＩＤバス上で応答してはならない。基板が応答を禁止することができな い場合、元のトランザクションのトランザクションＩＤではなく、アイドルのＤ ataＩＤコードを用いなければならない。トランザクションの順序 順序およびフロー制御に関して、アドレス・バスは単一の全体的な順序を提供 し、種々の実施例はそれを用いてそれらの特定のメモリ・モデルが実施可能であ ることが好ましい。したがって、実施態様特定の順序は変更が可能である。以下 で述べるように、システム３０は、ＵＰＡによって指定された装置と共に用いる ことができる。キャッシュ・コヒーレンス これよりキャッシュ・コヒーレンスについて説明する。好適実施例と共に用い るプロトコルは、基板が無効化に基づくキャッシュ・コヒーレンス・プロトコル および所有権に基づくキャッシュ・コヒーレンス・プロトコルを用いて、ライト バック・キャッシュを実施することを許可する。 かかるプロトコルを用いて、所有権をある基板から別の基板に移転する際、正 しい動作を保証することが困難な場合があることは理解されよう。別のプロトコ ルでは、所有権がデータと共に（即ち、応答と共に）移転されるものもあるが、 正しいオーナは常に、要求に応答することを期待されている。適切な応答を保証 することは、実際のデータ転送の小さな枠(Ｗindow)内に要求がくる場合に、困 難となり得る。 システム３０は、あるラインに対して、オーナとライタとの間で区別を行うこ とによってこの困難を克服する。基板は、ＲeadＴoＯwnアドレス・バス・パケッ トを用いて所有権を要求するとすぐに、オーナとなる。一方、ライタとは、ダー ティの場合もあるが、ラインに対するデータを実際に有する基板のことである。 ラインが共有されるのでなければ、ライタはラインに書き込むことができる。 著作(authorship)（例えば、ライト）は、基板から基板に所有権に追従する。 これによって、書き込む順序が、アドレス・バス上のＲeadＴoＯwnトランザクシ ョンの全体的な順序と同一であることを保証する。所有権は、ＲeadＴoＯwnの開 始に伴って、他の基板に移転され、基板自体のＷriteＢackの開始によって、ラ インのホームに対して放棄される。また、所有権は、他の基板がＷriteＳtream トランザクションを開始したときにも放棄される。著作は、実際のデータを搬送 する応答と共に、移転または放棄される。実際には、基板があるラインに対する オーナである時間期間は、当該基板がそのラインに対するライタである時間期間 と重複する必要はない。 オーナは、それが実際にデータを受け取る前であっても、ラインに対する他の 要求を受けることができる。オーナは、かかる要求全てを追跡し続け、最終的に 、ライタとなった後に、全ての応答に順番に応答することを要求される。 好ましくは、上述のシステム３０に対して、以下の条件(assertion)が真であ ることが必要である。 （１）常にあるラインに対するオーナは多くとも１つである。 （２）常にあるラインに対するライタは多くとも１つである。 （３）基板はラインのライタとなることができる前に、当該ラインのオーナと なる。 （４）あるラインに対するライタがない場合、このラインはそのホーム・メモ リにおいて更新する。 （５）あるラインに対する所有権が基板から基板に移転する順序は、著作が基 板から基板に移転する順序と同一である。無効化 次に無効化について説明する。ＲeadＴoＯwnアドレス・バス・パケットは、開 始側以外の全基板に、それらのキャッシュ・ラインのコピーを無効化するように 要求する。対照的に、別の従来技術の無効化プロトコルによれば、無効化は、全 ての基板がそれらの無効化完了を確認するまでは、完了とは見なされない。しか しながら、かかるプロトコルは、本発明を容易に実施できるシステムのような、 大型システム上で効率的に実施するのは困難である。 システム３０が好適に実施された場合、応答（オーナから、またはオーナがい ない場合はホームから）は、他の基板からの確認を待たずに、トランザクション を完了する。しかしながら、ラインを有する全ての基板内において、無効は待ち 行列をなしている。基板からの全てのコヒーレントなバス・トランザクションは 、キューから順に完了させていくので、無効化は、あらゆる後続のコヒーレント ・トランザクションの前に完了する。 所有権と同様に、ラインは、応答データ・バス・パケットではなく、ＲeadＴo Ｓhareアドレス・バス・パケットまたはＲeadＴoＳhareＡlwaysアドレス・バス ・パケットによって共有されることになる。 次に、第３図を参照しながら、本発明の好適実施例に対する、ＵＰＡ装置を用 いたキャッシュ・コヒーレンスおよび順序付けについて説明する。ＵＰＡ仕様は 当業者には公知であるので、ここでは説明しない。好適実施例では、システム３ ０はＵＰＡインターフェースに準拠した装置に対応するが、「ＵＰＡ相互接続ア ーキテクチャ」とはいくらか異なる。したがって、ＵＰＡ相互接続アーキテクチ ャ仕様(例えば、全体として特定システムの実施態様に対する仕様)と、いずれか の将来の「ＵＰＡインターフェース」仕様（例えば、ＵＰＡ装置とシステムとの 間のインターフェースについての仕様）との間の相違を認めるべきである。「Ｕ ＰＡ相互接続アーキテクチャ」はそれ自体、ここでは好適であるような大型シス テム１０の効率的な実施を可能にする場合に、不当に制限的となる可能性がある 。このような不当な制限は、種々のインデックスおよびアドレスを禁止する規則 だけでなく、無効化の原因となったトランザクションを確認する前に全ての装置 からの無効化に対する確認を待つことを含む。 ＵＰＡ仕様では、無効化の原因となったトランザクションを確認する前に、全 ての装置からの無効化に対する確認を待つことは比較的単純である。小型システ ムでは、システム・コントローラ（"ＳＣ"）が好ましくは単一チップであり、シ ステム内の各ＵＰＡポートに対して二点間リンクを有するので、複雑性は回避さ れるが、システムが大型化するに伴って、効率的に行うことが困難になる。イン ターフェース３０では、しかしながら、アドレス・コントローラ１８０は、無効 化に対する確認を待たないが、例えば、Ｓun ＭicrosystemsのＳunＳメモリ・モ デルを含む、公知のメモリ・モデルは、それでも実施されている。種々のインデ ック スおよびアドレス禁止規則に関しては、ＵＰＡ仕様ＳＣは単一の集中エンティテ ィであるので、インデックスおよびアドレスの禁止は、小型システムでは簡単な ものとすることができる。（単一チップＳＣが実用的でない大型システムでは、 実施はより困難になる。）先に注記したように、インターフェース３０は、イン デックスまたはアドレスの禁止を実施せず、必要ともしない。 インターフェース３０は、更に、「ＵＰＡ相互接続アーキテクチャ」に不必要 に指定されている他の態様も簡略化する。例えば、Ｏ，Ｓ，およびＩ状態のみを 有する単純な三状態Ｄtagsプロトコルを採用する。このプロトコルは、ＵＰＡが 指定するＭＯＳＩ Ｄtagプロトコルと同等のあらゆる実用的な目的に対応する。 また、インターフェース３０は、全てのＲeadＴoＳhareトランザクションをＲea dＴoＳhareＡlwaysトランザクションとして扱うことにより、ＭＯＥＳＩ Ｅtags プロトコルをＭＯＳＩプロトコルに変更可能なモードも許可する。ＵＰＡ装置トランザクションの順序付け アドレス・バスは、全トランザクションの単一の全体的な順序を確立する点、 即ち、いわゆる「全体可視点」(point of global visibility)を確立することが できる。かかる単一の全体的順序は、第３図に示したキューを用いてＳunＭicro systemsのメモリ順序のようなメモリ順序の実施を可能にすることが好ましい。 これらのキューは、メモリのためではなく、ＵＰＡ装置（例えば、ＣＰＵ）のみ のためのものである。 システム３０では、全ての装置要求（"Ｐ_ＲＥＱ"）は、第３図において要求 出力キュー（"ＲＯＱ"）１７６によって表されているように、アドレス・バス６ ０に順番に発行される。装置に関連するコヒーレントな要求および割り込み（外 部のコヒーレントな要求およびそれ自体のコヒーレントな要求を含む）は全て、 ＤＴＡＧＲＡＭ２２０からのＤtagsによって「フィルタ処理」された後、コヒー レント入力キュー（"ＣＩＱ"）１８２に入力される。第３図に示すように、装置 ＰＩＯ要求は全て、ローカルＰＩＯキュー（"ＬＩＯＰＱ"）１８３に入力され、 装置に対する外部ＰＩＯ要求は全て、外部ＰＩＯキュー（"ＦＰＩＯＱ"）１８４ に入力される。通常、これらのキューの各々からのトランザクションは、キュー の先頭から順番に処理される。１つの例外は、装置からのＷriteＢackであり、 このために特殊な最適化 が実施される。ＷriteＢackおよびビタティム化(victimization)（Ｄvictおよび Ｖbufferブロックの機能を含む）については更に説明する。 加えて、第３図に示すように、装置Ｐ_ＲＥＱは、ＵＰＡクラスに応じて、２ つのキューＣＯＱ１７４およびＣＩＱ１７５に配置される。キューＣＯＱおよび ＣＩＱは、ＵＰＡ仕様が要求するように、各クラスに対するＰ_ＲＥＱの順序に したがって、Ｓ_ＲＥＰＬＹの順序を維持するように機能する。 装置１６０−Ｎに向かうデータおよびこれから出ていくデータは、第３図に示 すように、２つのバッファ（例えば、キューではなく、真のバッファ）、データ 出力バッファ（"ＤＯＢ"）１８６およびデータ入力バッファ("ＤＩＢ")１８７に バッファされる。データは、アドレス・バス・パケットと同じ順序で送ったり、 受け取ったりする必要はなく、データ・バス・パケットの順序はメモリの順序と は関係がない。コヒーレント・トランザクションの順序付け 次に、コヒーレント・トランザクションの順序付けについて説明する。全ての コヒーレント・トランザクションは、ＵＰＡクラスとは独立に、それらがアドレ ス・バスに現れるのと同じ順序に並べられる。第２図および第３図に示すように 、トランザクションは、コヒーレント入力キュー（"ＣＩＱ"）１８２の先頭から 順番に処理される。種々のコヒーレント・トランザクションについて、これより 個々に説明する。 ローカルなＲeadＴoＳhare、ＲeadＴoＳhareＡlways、およびＲeadＳtreamト ランザクションに関して、アドレス・コントローラ１８０は、これらのトランザ クションに対するデータが到達するのを待ち、次いで、Ｓ_ＲＥＰＬＹを装置に 発行し、それにデータが続く。 外部ＲeadＴoＳhare、ＲeadＴoＳhareＡlways、およびＲeadＳtream は、アドレ ス・コントローラがＯwnedラインをアサートしたトランザクションであり、した がってデータを与える。尚、装置はＵＰＡ上にＰ_ＷＢ_ＲＥＱを以前に発行した 可能性があることを注記しておく。この場合およびＳＹＳＩＯ（ＣopyＢack Ｓ_ ＲＥＱを全く受け入れることができない）の場合については、以下で別個に説明 する。アドレス・コントローラ１８０は、適切なＣopyＢack Ｓ_ＲＥＱを装置に 発行し （ＲeadＴoＳhareおよびＲeadＴoＳhareＡlwaysに対してはＳ_ＣＰＢ_ＲＥＱ、 ＲeadＳtreamに対してはＳ_ＣＰＤ_ＲＥＱ）、Ｐ_ＳＡＣＫまたはＰ_ＳＡＣＫＤ Ｐ_ＲＥＰＬＹを待ち、Ｓ_ＣＲＡＢ Ｓ_ＲＥＰＬＹを発行し、データをＤＯＢ にロードする。この際、トランザクションをコヒーレント入力キュー１８２から 除去することができる。好ましくは分散型総当たりＡＲＢユニット１８６を用い て、アドレス・コントローラ１８０はデータ・バスに対する調停を行い、その後 データを転送する。しかしながら、別の調停方式を用いてもよい。 ローカルなＲeadＴoＯwnトランザクションは２つの場合を考慮しなければなら ない。一方の場合は、装置が有効なデータのコピーを有しておらず、上述の他の 局所的なリードのように扱われる場合である。アドレス・コントローラ１８０は データ入力バッファ("ＤＩＢ”)１８７にデータが得られるのを待ち、Ｓ_ＲＢＵ ＲＥＰＷを発行し、次いでデータを供給する。第２の場合では、装置は有効な データのコピーを有する。ここでは、アドレス・コントローラ１８０は、データ を待たずに、Ｓ_ＯＡＫＳ_ＲＥＰＬＹを装置に発行する。アドレス・コントロー ラはＳharedをアサートしたので、当該データを所有するメモリもその他のキャ ッシュも、データで応答しない。 外部ＲeadＴoＯwnトランザクションも、考慮すべき２つの場合を提示する。第 １の場合では、装置はオーナではなく、又は開始側がＳhared信号をアサートし て、それが既にデータを有していることを示す。アドレス・コントローラ１８０ は、Ｓ_ＩＮＶ_ＲＥＱを装置に対して発行し、Ｐ_ＲＥＰＬＹを待ち、データは 転送されない。第２の場合では、装置はオーナであり、開始側はそのＳharead信 号をアサートしない。この時点で、アドレス・コントローラ１８０はＰ_ＣＰＩ_ ＲＥＱを装置１６０−Ｎに発行し、Ｐ_ＲＥＰＬＹを待ち、Ｓ_ＣＲＡＢ Ｓ_ＲＥ ＰＬＹを発行し、データをデータ出力バッファ（"ＤＯＢ"）１８６にロードする 。この際、トランザクションをキューから除去することができる。好ましくは、 アドレス・コントローラ１８０内のＡＲＢユニット１８６を用いて、データ・バ スに対する調停を行い、その後データを開始側に転送する。（ＡＲＢユニット１ ８６は高速であるが、その低いレイテンシは、好適実施例におけるアドレス・バ スの調停に対する程、データ・バスの調停に対しては重要ではない。） ローカルＷriteＳtreamトランザクションは、考慮すべき２つの場合を提示す る。第１の場合では、装置においてラインが有効である。アドレス・コントロー ラはまず、Ｓ_ＩＮＶ_ＲＥＱを発生して装置内のラインを無効化し、Ｐ_ＳＡＣ Ｋ/Ｐ_ＳＡＣＫＤを待ち、次いでＳ_ＷＡＢを発行してデータを得る。第２の場 合では、装置においてラインが無効である。アドレス・コントローラはＳ_ＷＡ Ｂを発行し、装置からデータを得ることができる。次いで、キューからトランザ クションを除去することができ、その後実際のデータ転送が発生する。 外部ＷriteＳtreamトランザクションに対して、アクセス・コントローラは、 Ｓ_ＩＮＶ_ＲＥＱを発行することによって、装置内のラインを無効化し、Ｐ_Ｓ ＡＣＫ/Ｐ_ＳＡＣＫＤを待つ。そして、ＣＩＱからトランザクションを除去する ことができる。 ローカルな割り込みトランザクションに関して、割り込みの宛先がこの割り込 みを受け入れることができない場合、Ｓhared 信号をアサートする。この場合、 ＡＣはＳ_ＩＮＡＣＫを装置に発行する。その他の場合、アドレス・コントロー ラは、Ｓ_ＷＡＢを発行し、割り込みデータをＤＯＢにロードし、続いて宛先に 転送する。好適な実施態様では、装置はそれ自体に割り込みを送ってはならない 。かかる割り込みが送られた場合、システムのタイムアウトおよびリセットが続 いて発生する。 外部割り込みトランザクションに関して、アドレス・コントローラが割り込み に対してＳharedラインをアサートした場合、このトランザクションを破棄する ことができる。その他の場合、アドレス・コントローラはデータを待ち、Ｐ_Ｉ ＮＴ_ＲＥＱを装置に発行し、Ｓ_ＷＩＢ Ｓ_ＲＥＰＬＹを発行し、データを転送 する。この際、トランザクションをキューから除去する。装置は、かなり後にＰ _ＩＡＫを発行することができ(おそらくは、ソフトウエアによる何らかの動作を 通じて)、アドレス・コントローラは、Ｐ_ＩＡＫを待っている間、他のトランザ クションを遅らせてはならない(stall)。ビクティム化およびローカル・ライトバック・トランザクション 次に、ビクティム化およびローカル・ライトバック・トランザクションについ て、第３図に関して説明する。各ＵＰＡポートに対して、アドレス制御はダーテ ィなビクティムをスヌープするための単一のタグ（"Ｄvict"）１７９、およびダ ーティなビクティムによるキャッシュ・ミスのパーフォーマンスを最適化するた めの単一のタグ付バッファ（"Ｖbuffer"）１８８を有する。ビクティム化トラン ザクションがＵＰＡ上に発行されると（即ち、ＤＶＰビットがセットされたリー ド）、本発明では、対応するトランザクションもビクティム・ビットがセットさ れる。かかるトランザクションに対して、開始側は対応するビクティム・タグを ＤtagsからＤvictにコピーする。Ｄtagsと同様に、Ｄvictのスヌープが行われる 。Ｄvict内のラインに対して外部要求を行うと、その結果、適切なＳ_ＲＥＱ（ ＣＰＢ，ＣＰＩ，ＩＮＶ）がＣＩＱ内に並べられ、Ｄvictタグは、Ｄtagsに対す ると同様に、本発明では外部トランザクション（ＲＴＯ，ＷＳ）によって無効化 される。 ＷriteＢackは好ましくは、開始側のＤtagsまたはＤvict内の一致タグ(matchi ngtag)を無効化する。ＤtagおよびＤvictに対するスヌーピングによって、リー ド・トランザクションをビクティム化する前またはその後に、ＷriteＢackのＵ ＰＡによる発行が可能となる。ＷriteＢackは開始側によってスヌープされるの で、以前の外部トランザクションが、ライトバックされているラインを無効化し た場合、ＷriteＢackを取り消すことができる。これを行うには、本発明におい て、ＷriteＢackが現れたときに、ラインがそのＤtagsまたはＤvaict内に所有さ れていない場合、開始側がＯwnedをアサートする。 トランザクションがクリーンなビタティムを有する場合（例えば、ＤＶＰビッ トがＵＰＡＰ_ＲＥＱ内でセットされていない）、このクリーンなビクティムに 対するタグをＤvictにコピーしない。ＵＰＡポートには、リード・トランザクシ ョンをビクティム化する前に現れた外部トランザクションから得られたクリーン なビクティムに対するＳ_ＲＥＱが送られる。リード要求は外部トランザクショ ンの後にＣＩＱに現れるので、アドレス・コントローラが、リードに対するＳ_ ＲＥＰＬＹの後に、クリーンなビクティムに対するＳ_ＲＥＱを送出しないこと が保証される。 ＵＰＡインターフェースにおいて、ＷriteＢackは、パーフォーマンスの考慮 のために、およびＳ_ＲＥＱを受け入れることができない（コピーを戻すか、あ るいは無効化する）ＳＹＳＩＯを扱うために、他のトランザクションとはいくら か異なる扱いを受ける。 Ｐ_ＷＢ_ＲＥＱと同じクラスに装置からの未決のＰ_ＲＥＱがない場合、アド レス・コントローラは、いずれかの未決のＳ_ＲＥＱが完了するのを待ち、次い でＳ_ＷＡＢＳ_ＲＥＰＬＹを装置に発行する。これは、おそらく、トランザクシ ョンが本発明上に現れる前である。アドレス・コントローラ１８０はデータをＤ ＯＢ １８６にバッファし、ラインに対するタグをＶbffer188（第３図参照）に 保持する。この際、オーナはアドレス・コントローラであって、装置ではない。 アドレス・コントローラは、Ｓ_ＲＥＱ要求を装置に発行することなく、ライン に対する全ての外部要求に対処する。これを行うには、Ｖbffer１８８内のタグ に対して、キューの先頭にあるコピーバック／無効化要求をチェックし、ＤＯＢ １８６に保持されているＷriteＢackデータからデータを供給する。ＷriteＢack トランザクションも、本発明からＣＩＱ１８２に並べられる。一旦ＷriteＢack トランザクションがＣＩＱ１８２の先頭に到達すると、当然当該ラインに対する 外部要求は全て処理されたことになる。この時点で、トランザクションをキュー から除去することができ、アドレス・コントローラはＶbffer１８８を無効化す ることによって、「所有権」を放棄する。 同じクラスからの未決のＰ_ＲＥＱがある場合、または未決のＷriteＢackによ ってＶbfferが既に使用されている場合、アドレス・コントローラは、ＷriteＢa ckのために直ちにＳ_ＲＥＰＬＹを発行することはできない。この場合、Ｗrite ＢackはＣＩＱ内の他のコヒーレント・トランザクションと共に列に並べられ、 順番に対処される。この場合はＳＹＳＩＯには発生しないので、ＳＹＳＩＯから のＷriteＢackに対するＳ_ＲＥＰＬＹは直ちに発行され、Ｓ_ＲＥＯはＳＹＳＩ Ｏには送られない。外部ＷriteＢackはＵＰＡ装置には無関係であり、ＣＩＱに は入力されない。 外部コヒーレント・リードの間のパーフォーマンスを最適化することに関して 、Ｖbuffer１８８は、コピーバック要求を最適化するためにも用いられる。実際 、Ｖbufferが使用されていない場合、外部リードに対するタグ（コピーバック要 求がＵＰＡに送られた）はＶbufferに保持され、対応するデータはＤＯＢに保持 される。後続の外部リードがＶbfferをヒットした場合、キャッシュへのコピー バック要求がなくても、これを満足させることができる。これは、多数のプロセ ッサが、他のキャッシュ内に所有されている共通のラインを要求する場合のパー フォ ーマンスを助ける。これは一般的な事象であり、例えば、多くのプロセッサがス ピンロック(spinlock)を待っているときに発生する場合がある。スピンロックを 保持しているプロセッサがそれに書き込みを行うことによって、そのスピンロッ クを解放するとすぐに、他のプロセッサはライン上でミスし、このロックを解放 したプロセッサが所有する同じキャッシュ・ラインに対する要求を行う。 次に、ＰＩＯトランザクションの順序付けについて説明する。ローカルＰＩＯ トランザクションは、ＬＰＱ内に置かれ、それらがキューの先頭に到達したとき に処理される。リード・トランザクションは、アドレス・コントローラがＳ_Ｒ ＥＰＬＹを発行する前に、データを待つ。ライト・トランザクションに対して、 アドレス・コントローラはＳ_ＲＥＰＬＹを発行し、データをＤＯＢにロードす る。実際のデータ転送が行われるのは更に後である。 外部ＰＩＯトランザクションは、別個のＦＰＱキューに置かれ、それらがキュ ーの先頭に到達したときに処理される。外部リードは、Ｐ_ＮＣＲＤ_ＲＥＣ2 ま たはＰ_ＮＣＢＲＤ_ＲＥＱとして発行され、データは通常のＰ_ＲＥＰＬＹ/Ｓ_ ＲＥＰＬＹ シーケンスで得られる。いつもと同様、開始側への実際のデータ転 送は、後に行われる。多数の外部ライトが１つの装置に対して発行される場合が あり、データもＳ_ＲＥＰＬＹによってこの装置に転送される。この際、トラン ザクションをキューから除去することができるが、アドレス・コントローラは、 ＵＰＡポートに対するフロー制御のために、Ｐ_ＲＥＰＬＹを追跡し続ける。 ＵＰＡクラスおよびＳ_ＲＥＰＬＹの順序は、各タラスにおけるＵＰＡ装置の Ｐ_ＲＥＱに対するＳ_ＲＥＰＬＹがＰ_ＲＥＱと同じ順序であるという、ＵＰＡ 装置による予想を伴っている。しかし、トランザクションの順序が、クラスに基 づいて維持されているのではなく、動作がＣＩＱまたはＬＰＱのどちらに行くの かに基づいて維持されている場合、アドレス・コントローラは、Ｓ_ＲＥＰＬＹ が適切な順序で与えられることを保証する機構を必要とする。Ｃ０ＱおよびＣ１ Ｑキューはこの機構を与えるものである。ＣＩＱの先頭にあるローカル・トラン ザクションに対するＳ_ＲＥＰＬＹは、それがＣ０ＱまたはＣ１Ｑでも、先頭に ある場合にのみ発行することができる。その他の場合、ＬＰＱからのトランザク ションには、最初にＳ_ＲＥＰＬＹが発行されなければならない。同様に、ＬＰ Ｑの先頭にあるローカル・トランザクションに対 するＳ_ＲＥＰＬＹは、それもＣ０ＱキューまたはＣ１Ｑキューの先頭にある場 合にのみ、発行するようにしなければならない。その他の場合、ＣＩＱからのト ランザクションには、Ｓ_ＲＥＰＬＹが最初に発行されなければならない。 本発明では、ＵＰＡクラスは、例えば、デッドロックの場合（以下で説明する ）のように、なんら有用な機能を提供することはなく、事実上設計を複雑化させ るだけである。Ｓ_ＲＥＰＬＹに関連するＰ_ＲＥＱは、各クラス内でＳ_ＲＥＰ ＬＡＹの順序を決めるという要件のために、ＵＰＡ内では暗示的である。システ ムの確認を装置の要求と照合する別の機構が存在するのであれば、ＵＰＡクラス を全て排除することにより、本発明の設計を簡略化することができる。 デッドロックは、同じクラスのキャッシュ不可能なリードとキャッシュ可能な リードによって発生する可能性がある。より具体的には、デッドロックは、次の ことが発生する場合に起こる。第１の ＵＰＡ 装置がまずキャッシュ不可能なリ ード要求（ＮＣＲＤ,ＮＣＢＲＤ）を発行し、次いでキャッシュ可能なリード要 求（ＲＤＳ,ＲＤＳＡ,ＲＤＯ,またはＲＤＤ）を発行し、両方の要求が未決であ り、キャッシュ不可能なリード要求およびキャッシュ可能なリード要求が同じク ラス内にあり、キャッシュ不可能なリード要求は第２のＵＰＡ装置上のＩＯバス (例えばＳＢus)に向けられ、同じＩＯバス上のマスタが、第１のＵＰＡ装置内に 所有されている位置に、ＤＭＡキャッシュ可能なリード要求を発行した。本発明 では、この要求は、第１のＵＰＡからのキャッシュ可能なリード要求の後に現わ れ、ＩＯバスはＩＯバス上のＤＭＡキャッシュ可能なリードに対する再試行を発 行しない。 上述のデッドロックの場合、第１のＵＰＡからのキャッシュ不可能なリードに は、クラス順序のために、まずＳ_ＲＥＰＬＹが発行されるが、ＤＭＡ要求が１ ０バスを保持しているので、データは得られない。ＤＭＡ要求はキャッシュ可能 なリード要求の後であり、キャッシュ不可能なリード要求に対するＳ_ＲＥＰＬ Ｙを先に与えなければならないので、キャッシュ可能なリード要求は完了するこ とができない。そのため、ＤＭＡ要求は完了することができない。このデッドロ ックを回避するために、本発明における基板は、同じクラスのキャッシュ不可能 なリード要求が既に未決である場合、キャッシュ可能な要求を発行しない。（本 好適実施例では、一度に許される未決のリードは１つだけとし、この問題を解消 している。） ＣＩＱトランザクションに対するフロー制御は、本発明では、調停バス内の単 一のＦlowＣontrol信号を用いて実施している。ＦlowＣontrol信号がアサートさ れていれることが観察されてから２サイクル後に開始され、ＣＩＱ内に入力され る新しいトランザクションは開始されない。 フロー制御機構が必要なのは、装置内のＣＩＱが禁止される可能性がある（例 えば、装置によって発行されたリード要求に対する応答を待っている）からであ る。この時間中、他の装置からのアドレス・バス・パケットがＣＩＱを埋め尽く す可能性がある。好適実施例では、基板当たり７つの未決トランザクションＩＤ により、未決トランザクションの全数を１１２に限定しているが、ＣＩＱ内のパ ケットは、既に「完了」しているトランザクションからの場合もあるので、開始 側および応答側の視点からは、もはや「未決」ではないことを注記しておく。こ れらの例は、装置内で無効化されるデータに対するＲeadＴoＯwnまたはＷriteＳ treamパケットである。開始側および応答側のいずれも、他の全基板において実 際の無効化が競合するのを待つ必要はない。 デッドロックを防止するためには、ＦlowＣontrolがアサートされたあらゆる キューが、最終的に禁止されないことを保証しなければならない。このために、 ある装置に対するＩＯ空間の要求は、それより早い装置からのＤＭＡ要求によっ て禁止される可能性があるので、ＦlowＣontrol はＦＰＱの代わりにアサートさ れない。ＦlowＣontrolがアサートされ、ＤＭＡ要求に対するトランザクション が未だ開始されていない場合、トランザクションが開始されず、デッドロックが 発生する。結果的に、ＦlowＣontrolは、ＦＰＱの代わりではなく、ＣＩＱの代 わりにアサートすることが好ましい。したがって、ＦＰＱは、全ての装置からの 未決の１０空間アクセスの最大数を収容可能とするように十分な大きさでなけれ ばならない。 ＬＰＱに対するフロー制御は、ここではいずれか１つの装置からの未決要求の 数がトランザクションＩＤによって７つに限定されているので、好適実施例では 不要である。 次に、割り込みに対するフロー制御について説明する。ある装置に配信される 割り込みに対するＰ_ＩＡＫは、大幅に遅れる場合がある。したがって、後続の 割り込みはこのままでは装置に配信することができないので、割り込みが他のト ラ ンザクションまたは装置を止めてしまう事態を防止するための機構を設けなけれ ばならない。好適実施例では、各アドレス・コントローラは、そのＵＰＡポート の各々に発行された未決の割り込みの数のためにカウンタを有している。この数 が、装置が受け入れ可能な割り込み数と等しくなった場合、アドレス・コントロ ーラは、後続の割り込み全てに対してＳhared信号をアサートし、送出側が再度 試さなければならないことを示す。カウンタは、割り込みを受け入れる毎に増分 し、Ｐ_ＩＡＫを受け取る毎に減少する。尚、ＣＩＱは、Ｐ_ＩＡＫを待って停止 してはならないことを注記しておく。 本発明は、多数の未決トランザクション間の多くの重複に対処することができ る。好適実施例では、各ＵＰＡポートは８つまでの未決トランザクション（ＵＰ Ａに関する限り未決）を有することができ、ＵＰＡクラス間には区別を付けない 。ＵＰＡ装置は、クラス当たりの未決要求数を含めてプログラムする必要があり 、ファームウエアがいずれかの方法でクラス０およびクラス１間において８つの 要求を分配可能であることが好ましい。 各ポートは単一のＤvictタグを有するので、ダーティなビクティムを伴うリー ドが発行された後、ダーティなビクティムを伴う次のリードが発行できるように するには、その前に、このリードに対するＷriteＢackを発行しなければならな い。しかしながら、これでは未だ、多数のＷriteＢackおよびダーティなビクテ ィムを伴う多数のリードが「対」をなすことにより１つのＤvictタグで足りるの であるならば、これらがＵＰＡ上で未決となる可能性がある。未決のリード要求 の数または未決のダーティなビクティムの数に関しては、これ以上の制限はない 。 ＵＰＡ相互接続仕様は一層制限的であり、ダーティなビクティムを伴う多数の リードおよび多数のＷriteＢacakが適切に「対をなし」同じクラスにある場合に 限って、これらが未決であることを許すことを注記しておく。本発明では、「対 を形成する」条件のみを必要とし、ＵＰＡクラスに関する区別は設けない。これ は、本発明の今後の実施例は、ダーティなビクティムを伴う多数のキャッシュ・ ミスを発行しながらも、尚リード要求をビクティム化する事から異なるクラスの ＷriteＢackを保つことにより、良好なパーフォーマンスを維持することが可能 であることを暗示するものである。 インターフェース３０は、従来技術のバスに基づくプロトコルに対して、いく つかの利点を提供することは認められよう。従来技術とは対照的に、未了状態は 不要である。したがって、タグ状態機械を、簡素な固定パイプラインとし、その トランザクションがアドレス・パケットおよびそれらのスヌープ情報のみに依存 するようにすることが可能となる。更に対照的に、未了のトランザクションと相 互動作するトランザクションを禁止する必要がない。代わりに、インターフェー ス３０は、タグ・パイプラインにおいて単純なパイプライン・バイパスを用いて 、かかる相互動作を処理する。 先に注記したように、本発明の好適実施例では、各基板は７つまでの未決トラ ンザクションを有することができ、この場合トランザクションＩＤのサイズによ る制限が加えられる。これら７つの未決トランザクションは２つのＵＰＡポート によって共有され、いずれのポートにも固定的な割り当てはない。例えば、７つ の未決トランザクションが全て同じＵＰＡポートによって使用されることも可能 である。 再度第１図を参照する。種々の基板５０−Ｎは、システム１０の動作中に、接 地面スロット(groundplane slot)に挿入することができる、いわゆる「ホット・ プラグ」が可能であることが好ましい。ホット・プラグ基板挿入の間信号ピン上 にグリッチを引き起こすのを避けるために、基板５０−Ｎは、異なる長さの接続 ピンを有することが好ましい。基板のプリチャージ電力用ピンおよび接地用ピン は、他のピンよりも長くすることにより、最初に接触し、他の基板ピンが電気的 な接触を行う前に、基板を通常の動作レベルまで予め充電しておく。加えて、１ 組の長い「トリガ」ピンを設けて電気的接触を早め、挿入された基板にトリガ信 号を確実にアサートさせるようにする。トリガ信号は、新たに挿入された基板の 信号ピンがもうすぐ電気的接触を行うことを、システム１０の他の基板５０−Ｎ に早めに警告するものである。 １６サイクルの遅延の後、他の基板は、バス上に新たな要求を行うことを禁止 する内部ポーズをアサートし、それらの内部マスタ・ポート・タイムアウト・カ ウンタを停止し、内部プログラム可能カウンタを起動する。他の基板もトリガを アサートしてトリガ信号をデバウンス(de-bounce)するが、トリガが１６サイク ル の遅延の前にディアサートされた場合、カウンタを起動し直す。内部カウンタが 満了したとき、基板はトリガをディアサートする。これは、挿入される基板によ ってアサートされ続ける。また、基板は内部凍結信号(internal Frozen signal) もアサートし、バスの監視を停止する。カウンタの遅延によって、基板は既に開 始されているトランザクションを完了させ、次いでバスを無視することができる ので、グリッチがエラーの原因となることはない。カウンタの遅延は、基板番号 に応じてずらすことにより、全てのドライバによるトリガ信号の同時解放を防止 することが好ましい。接触した正常な信号ピンからのノイズが始まり、１組のい わゆる係合ピンが、挿入された基板に、正常な信号ピンが係合されたことを示す 。これは、挿入された基板において遅延を開始させ、接触した正常な信号ピンか らのノイズは停止する。係合信号からの遅延が終了した後、挿入された基板はト リガをディアサートし、システム内の他の基板は内部凍結信号をディアサートし 、再びバスの監視を始める。 機械的な耐性に対処するために、基板のコネクタは、１つのトリガ・ピンをコ ネクタの各端部に有し、１つの係合ピンをコネクタの各端部に有することが好ま しい。トリガ信号は２つのトリガ・ピンの論理ＯＲであり、一方係合信号は２つ の係合ピンの論理ＡＮＤである。 ホット・プラグ挿入の間のディグリッチ(de-glitching)に対して、タイミング の制約が強制される。以下の表記では、Ｔｉは連続イベント番号ｉに対応する。 時間間隔Ｔ４−Ｔ３は、未決のバス・トランザクションを全て完了するのに十分 でなければならず、好適実施例では約１０ｍｓである。時間間隔Ｔ２−Ｔ１は、 挿入した基板の電力が、トリガをアサートするのに十分に充電するのに十分でな ければならない。信号ピンの接触の結果生じるノイズは、時点Ｔ５以前に開始し てはならない。これが意味するのは、プログラム可能な遅延は、信号ピンがその 時間では接触できないことを保証するために、十分短くしなければならないとい うことである。信号ピンの接触によるノイズは時点Ｔ８の前に終了しなければな らない。これは、遅延Ｔ６−Ｔ８（挿入された基板上で固定される遅延）は信号 ピンからのノイズが減衰するために十分長くなければならないことを暗示する。 これは、基板を挿入する速度に下限を強制し、遅延Ｔ８−Ｔ６は、これが実際上 の 制約とはならないことを保証するために、十分に長くなければならない。 以下の特許請求の範囲によって定義される本発明の主題および精神から逸脱す ることなく、開示された実施例には、変更や改造が可能である。

【手続補正書】 【提出日】１９９７年１２月２２日 【補正内容】 請求の範囲 １．少なくとも１つのメモリ・ユニットと、トランザクションの開始および／ま たはトランザクションに対する応答が可能な、中央演算装置及び／又は入出力ユ ニットを含み得る少なくとも１つの装置であって、アドレス・コントローラと関 連付けられた各前記装置とを有するコンピュータ・システムと共に用い、各前記 装置によってスヌープされる少なくとも１つのアドレス・バスを有する分割トラ ンザクション・バス・プロトコル及びシステムであって、該分割トランザクショ ン・バス・システムが、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するアドレ ス・データを搬送するアドレス・バスと、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するトラン ザクション・データを搬送するデータ・バスと、 各前記装置に結合され、前記装置の少なくともいくつかに対するアドレス・バ スおよびデータ・バス・トランザクション要求を搬送する多重化調停バスであっ て、各トランザクションについて、アドレス・データは、前記調停バス上にトラ ンザクション要求が置かれるのと実質的に同時に前記アドレス・バス上に置かれ る、前記多重化調停バスとから成り、 各前記装置は前記アドレス・バスをスヌープし、識別されたメモリ・ラインが 所有されているかあるいは共有されているかを学習し、これに応じて、適切な所 有信号または共有信号を前記バス・システム上でアサートすることを特徴とする 分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 ２．請求項１記載のプロトコル及びシステムにおいて、 アドレス・データの各パケットは、２クロック・サイクル長であり、トランザ クション・データの各パケットは２クロック・サイクル長であり、前記調停バス 上におけるアドレス・バスおよびデータ・バスの調停は、各クロック・サイクル 毎に交代することを特徴とする分割トランザクション・バス・プロトコル及びシ ステム。 ３．請求項１記載のプロトコル及びシステムにおいて、 前記コンピュータ・システムは、キャッシュ・ラインと、該キャッシュ・ライ ンの各々についての状態情報を格納するバス・レベル・タグ・メモリとを含み、 該バス・レベル・タグ・メモリは前記装置がスヌーピングのために用いるもので あり、 前記回路カードの各々は、前記装置の内の１つに関連する前記キャッシュ・ラ インの各々についての状態情報を格納する装置レベル・タグ・メモリを含み、 前記バス・レベル・タグ・メモリ内の状態情報と前記装置レベル・タグ・メモリ 内の状態情報とを比較し、再順序付けの候補となる要求を識別する機構を含むこ とを特徴とする分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 ４．請求項１又は２又は３記載のプロトコル及びシステムであって、前記装置が 、 （ａ）中央演算ユニットを含むか、 （ｂ）入出力装置を含むか、 （ｃ）前記アドレス・バスにアクセスする要求を調停する機構を有するアドレス ・コントローラを含む回路カード上に実装されているか、 （ｄ）コヒーレント入力キューを含む回路カードであって、アサートの前に、前 記コンピュータ・システムによる時間多重化可能な無視信号のアサートがない場 合、前記回路カードに関連する前記装置に対して要求された全てのコヒーレント ・トランザクションを前記コヒーレント入力キューにロードする、回路カード上 に実装されており、 前記無視信号のディアサート時に、前記トランザクションを再発行し、該再発 行したトランザクションに関連する無視信号がアサートされない場合、前記再発 行したトランザクションは、前記コヒーレント入力キューにロードされ、前記分 割トランザクション・バス・システム上に有効なトランザクションとして現れる か、 （ｅ）メモリを含む回路カード上に実装されており、オープン状態と共有状態を 識別するために、トランザクション・アドレス・データ及び前記回路カード上の メモリをスヌープするか、 から成るグループから選択された少なくとも１つの特性を有することを特徴とす る分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 ５．請求項１記載のプロトコル及びシステムであって、更に、 トランザクション要求に応答するデータを一意的に識別するdataＩＤを搬送す るデータＩＤバスを含み、 各トランザクションに対する前記アドレス・データは、前記トランザクション を開始した前記装置を内蔵している前記回路カードを一意的に識別すると共に、 前記トランザクションを一意的に識別するsourceＩＤを含み、 前記dataＩＤおよび前記sourceＩＤは、前記バス・システムが、前記データ・ バス上のパケットと、以前に前記アドレス・バス上に置かれたパケットを照合す ることを可能にすることを特徴とする分割トランザクション・バス・プロトコル 及びシステム。 ６．請求項１記載のプロトコル及びシステムにおいて、 開始側の前記装置がデータを押し出し、応答側の前記装置が現在前記データを 受け入れることができない場合、データ取り消し信号がアサートされ、その時点 において、前記応答側装置は前記データを引き込む責務を負うことを特徴とする 分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 ７．請求項６記載のプロトコル及びシステムにおいて、 応答側の前記装置は更に、それが引き込むべきライト型動作を追跡し、 開始側の前記装置は、前記応答側装置が前記データ・バス上で適切なdataＩＤ 信号を駆動する場合、前記データで応答し、そこで前記データが引き込まれるこ とを特徴とする分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 ８．請求項１記載のプロトコル及びシステムであって、更に、 キューを含み、その中にアサートされた要求を並べ、前記アドレス・バス上の 状態トランザクションが、それに対する応答に依存せずに、原子的かつ論理的に 発生するようにし、前記分割トランザクション・バスは、トランザクション要求 を禁止することなく機能することを特徴とする分割トランザクション・バス・プ ロトコル及びシステム。 ９．請求項１又は４記載のプロトコル及びシステムであって、更に、 関連する前記トランザクションに関連するデータがまだ転送されていなくても 、前記識別されたメモリ・ラインの所有権を、前記アドレス・バス上のパケット で 前記装置に移転する機構を含み、前記所有権を有する前記装置が前記メモリ・ラ インに対する以降の要求に応答することを責務とすることを特徴とする分割トラ ンザクション・バス・プロトコル及びシステム。 １０．請求項３又は４記載のプロトコル及びシステムであって、更に、 前記バス・レベル・タグ・メモリ内および前記装置レベル・タグ・メモリ内に 状態の同一性がある場合、前記コヒーレント入力キューにトランザクションをロ ードさせ、その他の場合そのようなロードを禁止する機構と、 前記アドレス・バス上の状態トランザクションが、それに対する応答には依存 せずに、原子的かつ論理的に発生するようなタグ・パイプライン・バイパスと、 を含むことを特徴とする分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム 。 １１．請求項７記載のプロトコル及びシステムにおいて、 前記開始側装置がライトバック・トランザクションに対する所有信号をアサー トする場合、前記データをメモリに書き込むことなくデータ転送が発生し、前記 ライトバック・トランザクションに対するアドレス・パケットが発行されたとき 、前記開始側装置は適切な前記メモリ・ラインの所有権を放棄することを特徴と する分割トランザクション・バス・プロトコル及びシステム。 １２．請求項１１記載のプロトコル及びシステムにおいて、 前記ライトバック・トランザクションを発行する前記装置が、(i)前記装置に 関連するバス・レベル・タグが前記装置はオーナでないことを示す場合、（ii） 所有型信号がアサートされた場合、及び、（iii）無視信号がアサートされた場 合、から成るグループから選択された少なくとも１つのイベントの発生と同時に 、前記ライトバック・トランザクションを取り消すことを特徴とする分割トラン ザクション・バス・プロトコル及びシステム。 １３．バス・システムと、メモリと、前記バス・システム上にトランザクション の要求を可能とする複数の装置とを含む電子システムにおいて、コヒーレント・ メモリ・ドメインを拡張しつつ、同時にリード・トランザクションを満足する方 法であって、前記装置の少なくともいくつかは、前記バス・システムに接続され た回路基板上に実装されている中央演算装置（ＣＰＵ）を含み、前記回路基板は 、前記電子システムに関連する複数の分散型メモリ・ユニットの内少なくとも１ つ を含み、 （ａ）前記装置の１つによって前記バス・システム上に要求されたリード・ト ランザクションが、無効なバージョンのデータが位置する前記メモリ内のアドレ スに向けられていることを検出するステップと、 （ｂ）前記アドレスに有効なバージョンの前記データを書き込むことを含むＲ eadＴoＦorkトランザクションを与え、それによって、前記メモリ・アドレスを 更新し、同時に前記リード・トランザクションを満足するステップであって、前 記書き込みは、要求側の前記装置にはリード・トランザクションとして見えるが 、前記メモリ・ユニットにはライト・トランザクションとして見えるステップと 、から成り、 再発行の際、前記ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションは、(i)前記メモリ・ アドレスと、前記装置が前記リード・トランザクションを発したときの前記トラ ンザクション識別タグと同一の識別タグとを保持するパケットを、前記バス・シ ステムに搬送させ、前記識別タグの同一性の認識と同時に有効なデータが引き込 まれるか、（ii）前記バス・システムがスヌーピング分割トランザクション・バ ス・システムであるとき、前記要求元装置に、前記更新データを引き込むことを 、前記装置がそれを行うことが可能なときに、可能にするか、（iii）前記装置 によって、前記バス・システム内のアドレス・バス上で開始されるか、（iv）前 記メモリ・アドレス内で前記データが更新されたときに発行された再発行トラン ザクションであるか、 から成るグループから選択された少なくとも１つの特性を有するものであり、 前記システムは、トランザクションのアサートに基づいて、該トランザクショ ンに対する応答には関係なく、論理的かつ原子的に遷移状態を維持することを特 徴とする方法。 １４．請求項１３記載の方法において、 ステップ（ｂ）が、（i）該ステップにおいて、前記リード・トランザクショ ンは、前記メモリ内の前記アドレスにおいて前記データを更新したとき、前記リ ード・トランザクションを再発行することによって満足されるか、（ii）該ステ ップにおいて、前記要求元装置に関連するアドレス制御装置が選択的にステータ ス信号を アサートし、前記装置に関連するバッファの輻幀による前記トランザクションの 完了を延期するか、（iii）該ステップは、要求側の前記装置に関連する前記ア ドレス制御装置にはリード・トランザクションとして見えるが、前記メモリ・ユ ニットにはライト・トランザクションとして見えるか、（iv）該ステップにおい て、前記方法が、正常なライト動作に等しい数のバス・システム・クロック・サ イクルをセーブするか、 から成るグループから選択された特性を少なくとも１つの有することを特徴とす る方法。 １５．各々ＣＰＵおよび分散メモリに関連する装置を含む少なくとも１つのコン ピュータ・サブシステムと、サブシステム・バス・システム及び該バス・システ ムに結合されたバス・インターフェースを含むオムニバスとを含み、オムニバス 搬送トランザクションの全体的順序が通常前記オムニバス・システムに対するア クセスの時間的順序によって決定されるコンピュータ・システムにおいて、全体 的なトランザクションの順序を最適化する方法であって、 （ａ）前記トランザクションの各々について、前記オムニバスにトランザクシ ョンの搬送を許可することが、バス搬送トランザクションの全体的な再順序付け を正当化するいずれかの基準を満足するか否かについて判定を行うステップと、 （ｂ）ステップ（ａ）において前記いずれかの基準を満足する場合、ＩＧＮＯ ＲＥ信号を発行し、前記バス・システム上における前記トランザクションの各々 の再順序付けを行わせるステップと、から成り、 前記ステップ（ｂ）における基準の１つは、前記分散メモリにおける所与のメ モリ・アドレスにおいて、トランザクションによってアクセスされることを求め られているデータの有効性における不一致を含み、 前記再順序付けは、無効バージョンの前記データが、前記トランザクションに 応答して、前記オムニバスによって搬送されるのを防止することを特徴とする方 法。 １６．請求項１５記載の方法において、 各前記コンピュータ・サブシステムは少なくとも１つのアドレス制御装置を含 み、前記オムニバス上に発行されるべきトランザクションは、前記トランザクシ ョンの発行者に関連するアドレス制御装置のコヒーレント入力キューにまずロー ドされなければならず、 前記オムニバス上のトランザクションの全体的再順序付けが、 (i)アサートされた前記ＩＧＮＯＲＥ信号が、前記トランザクションを前記コヒ ーレント入力キューにロードするのを禁止するか、(ii)前記全体的バス・システ ム上へ置くことが、前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号によって遅延される前 記トランザクションが、前記ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートした装置によって後に 再発行されるか、 から成るグループから選択された少なくとも１つの処理の結果、行われることを 特徴とする方法。 １７．請求項１５記載の方法において、 各前記サブシステム・バス・システムは、少なくとも１つのアドレス・バスを 含み、前記ＩＧＮＯＲＥ信号は、(i)各前記アドレス・バス上で時間多重化され るか、 (ii)前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号が、前記アドレス・バス上のアドレス ・パケットのアサートから５サイクルを越えないレイテンシで、前記アドレス・ バス上に現れるか、 から成るグループから選択された少なくとも１つの特性を有することを特徴とす る方法。 １８．請求項１５記載の方法において、 前記コンピュータ・サブ・システムが一つだけあり、前記方法が該１つのコン ピュータ・システムのために全体的なトランザクションの順序を最適化すること を特徴とする方法。 １９．マイクロ・プロセッサ・ユニットを含む複数の競合者間で、共有資源に対 するアクセスの調停を行う方法であって、 （ａ）前記競合者の少なくともいずれかによってアサートされた調停要求を同 報通信する通信機構を用意するステップと、 （ｂ）少なくとも１つの調停ユニットを前記通信機構に結合するステップと、 （ｃ）選択された数の前記競合者を前記調停ユニットと関連付けるステップで あって、各前記競合者は、他の前記競合者に対して関連付けられた許可優先度を 有し、前記通信機構を通じて前記調停ユニットに調停要求信号をアサートするこ とが可能であり、前記調停ユニットから調停信号許可を受けることが可能であり 、前記競合者は、前記共有資源に対するアクセスを許可された前記調停ユニット から前記許可信号を受け取るステップと、 （ｄ）前記競合者に許可されたアクセスの最新の履歴に基づいて、優先度を有 する前記競合者からの要求が否定されたアクセスとなるように、前記調停ユニッ トが優先的調停選択を実施するステップと、 から成り、 前記通信機構は調停バスを含み得、前記共有資源はアドレス・バスを含み得るこ とを特徴とする方法。 ２０．請求項１９記載の方法において、 前記調停ユニットは階層的であり、総当たり調停許可選択を実施することを特 徴とする方法。 ２１．請求項１９記載の方法において、 前記調停ユニットは階層的であり、かつ分散されており、前記調停ユニットは 、 (i)少なくとも２つの下位リーフ・アービトレータであって、各々当該各リーフ ・アービトレータに関連する前記競合者のサブセット間において独立してリーフ ・レベルのアクセス許可を調停することが可能な前記リーフ・アービトレータと 、 更に、競合するリーフ・レベル許可取得アービトレータ間で、最終的な調停許 可の調停を独立して行うことが可能な上位トップ・アービトレータと、 を含むか、 (ii)４つのリーフ・アービトレータを含み、各々４つまでのアクセス許可に対す る競合する要求を含むサブセットの調停を行い、前記トップ・アービトレータは 、前記４つのリーフ・アービトレータに関連するアクセス許可のウイナ間で、前 記最終的な調停許可の調停を行い、前記リーフ・アービトレータおよび前記トッ プ・アービトレータは、少なくとも１つの調停バスを含む前記通信機構を通じて 通信すること、 から成るグループから選択された特性を有することを特徴とする方法。 ２２．請求項２０記載の方法において、 少なくとも１つのレベルが、(iii)前記下位リーフ・アービトレータの前記レ ベル、および(iv)前記上位トップ・アービトレータから選択され、 各前記レベルにおける最新のアクセス許可の履歴に基づいて、優先的アクセス の否定が行われ得ることを特徴とする方法。 ２３．請求項１９記載の方法において、 各下位リーフ・アービトレータおよび前記トップ・アービトレータは、最終ウ イナ・ポインタ機構を含み、該ポインタ機構は、次に優先度が高い競合者が関連 する調停レベルにおける許可付与に続く、前記次に優先度が高い競合者に対する 右方向を指し示し、 各前記ポインタの右側に競合者がない場合を除いて、かかる競合者のみが、各 調停レベルにおいて、現優先度許可を勝ち取るために選択可能であり、各前記ポ インタの右側に競合者がない場合、前記ポインタの左側の競合者が優先度許可を 勝ち取ることができ、 各前記最終ウイナ・ポインタ機構は、必要に応じて、前記機構を内蔵するアー ビトレータにおける許可付与の後、再度指示を行い、該再指示は、各他の前記機 構の再指示と同期して行われることを特徴とする方法。 ２４．請求項１９記載の方法において、 前記トップ・アービトレータおよび各前記リーフ・アービトレータ間の通信は 、 リーフ・レベルにおいて前記リーフ・アービトレータによって優先的許可を付 与された競合者があれば、当該競合者を識別する、各前記リーフ・アービトレー タから前記トップ・アービトレータへの出力ラインと、 各前記リーフ・アービトレータのレベルにおいて最終許可者を識別する、各前 記リーフ・アービトレータから前記トップ・アービトレータへのウイナ右側ライ ン出力ラインと、 前記リーフ・アービトレータの選択した１つに関連する競合者に、前記共有資 源へのアクセスを許可する、前記トップ・アービトレータから各前記リーフ・ア ービトレータへの最終許可出力ラインと、 を含むことを特徴とする方法。 ２５．請求項１９記載の方法において、 前記競合者の少なくとも２つは、２つの前記リーフ・レベル・アービトレータ およびトップ・アービトレータを内蔵するアドレス・コントローラを内蔵する回 路基板上に実装され、 前記アクセスの調停を行う方法は、複数の同一の前記回路基板を含むシステム において実行され、 前記方法は、リーフ・レベル調停およびトップ・レベル調停が前記各回路基板 上のアドレス・コントローラ内で独立して実行されるという点において分散型で あることを特徴とする方法。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (31)優先権主張番号 ０８／６７３，０５９ (32)優先日 1996年７月１日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ０８／６７３，９６７ (32)優先日 1996年７月１日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ０８／６７５，２８４ (32)優先日 1996年７月１日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ０８／６７５，２８６ (32)優先日 1996年７月１日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，Ｌ Ｕ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＪＰ (72)発明者 シンハル，アショク アメリカ合衆国カリフォルニア州94062− 3922，レッドウッド・シティ，レイクミー ド・ウェイ 711 (72)発明者 ブロニアークズィク，デイヴィッド アメリカ合衆国カリフォルニア州94043, マウンテン・ヴュー，グラディス・アヴェ ニュー175，ナンバー 11 (72)発明者 セラウスキーズ，フレッド アメリカ合衆国カリフォルニア州94043, マウンテン・ヴュー，シエラ・ヴィスタ 612，ユニット・ジー (72)発明者 プライス，ジェフ アメリカ合衆国カリフォルニア州94043− 1100，マウンテン・ヴュー，ガーシア・ア ヴェニュー 2550，エムエス・ピーエイエ ル１−521 (72)発明者 ユアン，レオ アメリカ合衆国カリフォルニア州94043− 1100，マウンテン・ヴュー，ガーシア・ア ヴェニュー 2250，エムエス・ピーエイエ ル１−521 (72)発明者 チェン，ジェラルド アメリカ合衆国カリフォルニア州94065, レッドウッド・シティ，シェル・パークウ ェイ 545，アパートメント 3311 (72)発明者 ドゥブラー，ドリュー アメリカ合衆国カリフォルニア州94043− 1100，マウンテン・ヴュー，ガーシア・ア ヴェニュー 2250，エムエス・ピーエイエ ル１−521 (72)発明者 フォス，スティーブ アメリカ合衆国カリフォルニア州94043− 1100，マウンテン・ヴュー，ガーシア・ア ヴェニュー 2250，エムエス・ピーエイエ ル１−521 (72)発明者 アガーワイ，ナリーニ アメリカ合衆国カリフォルニア州95051, サンタ・クララ，バックレー・アヴェニュ ー 3650，ナンバー 212 (72)発明者 ハーヴェイ，ケネス アメリカ合衆国カリフォルニア州94043− 1100，マウンテン・ヴュー，ガーシア・ア ヴェニュー 2250，エムエス・ピーエイエ ル１−521 (72)発明者 リアンクレス，ビヨルン アメリカ合衆国カリフォルニア州94303, パロ・アルト，グリーア・ロード 2731 【要約の続き】 求にはタグが付けられ、オーナー要求元の責務を負うこ とになる。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．少なくとも１つのメモリ・ユニットと、トランザクションの開始および／ま たはトランザクションに対する応答が可能な少なくとも１つの装置であって、ア ドレス・コントローラと関連付けられた各前記装置を有するコンピュータ・シス テムと共に用い、各前記装置によってスヌープされる少なくとも１つのアドレス ・バスを有する分割トランザクション・バス・システムであって、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するアドレ ス・データを搬送するアドレス・バスと、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するトラン ザクション・データを搬送するデータ・バスと、 各前記装置に結合され、前記装置の少なくともいくつかに対するアドレス・バ スおよびデータ・バス・トランザクション要求を搬送する多重化調停バスであっ て、各トランザクションについて、アドレス・データは、前記調停バス上にトラ ンザクション要求が置かれるのと実質的に同時に前記アドレス・バス上に置かれ る、前記多重化調停バスとから成り、 各前記装置は前記アドレス・バスをスヌープし、識別されたメモリ・ラインが 所有されているかあるいは共有されているかを学習し、これに応じて、適切な所 有信号または共有信号を前記バス・システム上でアサートすることを特徴とする 分割トランザクション・バス・システム。 ２．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムであって、更に、関 連する前記トランザクションに関連するデータがまだ転送されていないか否かに は無関係に、前記識別されたメモリ・ラインの所有権を、前記アドレス・バス上 のパケットで前記装置に移転する機構を含み、前記メモリ・ラインに対する以降 の要求に応答することが、前記所有権を有する前記装置の責務であることを特徴 とする分割トランザクション・バス・システム。 ３．請求項１または２記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、 前記コンピュータ・システムは、前記装置を内蔵した複数の回路カードを含み、 各前記回路カードは、前記アドレス・バスにアクセスする要求を調停する機構を 有するアドレス・コントローラを含むことを特徴とする分割トランザクション・ バス・システム。 ４．請求項３記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、所有また は共有された状態は、前記トランザクション・アドレス・データから、および前 記装置に関連する前記回路基板の１つの上のメモリから、前記装置をスヌープす ることによって識別することを特徴とする分割トランザクション・バス・システ ム。 ５．請求項３または４記載の分割トランザクション・バス・システムであって、 更に、 トランザクション要求に応答するデータを一意的に識別するdataＩＤを搬送す るデータＩＤバスを含み、 各トランザクションに対する前記アドレス・データは、前記回路カードのどれ が前記トランザクションを開始した前記装置を内蔵しているのかを一意的に識別 すると共に、前記トランザクションを一意的に識別するsourceＩＤを含み、 前記dataＩＤおよび前記sourceＩＤは、前記データ・バス上のパケットの、以 前に前記アドレス・バス上に置かれたパケットとの照合を可能にすることを特徴 とする分割トランザクション・バス・システム。 ６．請求項３または４または５記載の分割トランザクション・バス・システムに おいて、前記回路基板の各々は、コヒーレント入力キューを含み、アサートの前 に、前記コンピュータ・システムによる無視信号のアサートがない場合、前記回 路基板に関連する前記装置に対して要求された全てのコヒーレント・トランザク ションを前記コヒーレント入力キューにロードし、 前記無視信号のディアサート時に、前記トランザクションを再発行し、前記再 発行したトランザクションに関連する無視信号のアサートがない場合、前記再発 行したトランザクションは、前記コヒーレント入力キューにロードされ、前記分 割トランザクション・バス・システム上に有効なトランザクションとして現れる ことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 ７．請求項６記載の分割トランザクション・バス・システムであって、更に、前 記無視信号を前記アドレス・バス上で時間多重化する機構を含むことを特徴とす る分割トランザクション・バス・システム。 ８．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムであって、更に、キ ューを含み、その中にアサートされた要求を並べ、前記アドレス・バス上の状態 トランザクションが、それに対する応答に依存せずに、原子的かつ論理的に発生 するようにし、前記分割トランザクション・バスは、トランザクション要求を禁 止することなく機能することを特徴とする分割トランザクション・バス・システ ム。 ９．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、アドレス ・データの各パケットは、２クロック・サイクル長であり、トランザクション・ データの各パケットは２クロック・サイクル長であり、前記調停バス上のアドレ ス・バスおよびデータ・バスの調停は、各クロック・サイクル毎に交代すること を特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 １０．請求項６または７記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて 、 前記コンピュータ・システムは、キャッシュ・ラインと、該キャッシュ・ライ ンの各々についての状態情報を格納するバス・レベル・タグ・メモリとを含み、 該バス・レベル・タグ・メモリは前記装置がスヌーピングのために用いるもので あり、 前記回路カードの各々は、前記装置の１つに関連する前記キャッシュ・ライン の各々についての状態情報を格納する装置レベル・タグ・メモリを含み、 前記バス・レベル・タグ・メモリ内の状態情報と前記装置レベル・タグ・メモ リ内の状態情報とを比較し、再順序付けの候補となる要求を識別する機構を含む ことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 １１．請求項１０記載の分割トランザクション・バス・システムであって、更に 、前記バス・レベル・タグ・メモリ内および前記装置レベル・タグ・メモリ内に 状態の同一性がある場合、前記コヒーレント入力キューにトランザクションをロ ードさせ、その他の場合ロードを禁止する機構と、 前記アドレス・バス上の状態トランザクションが、それに対する応答には依存 せずに、原始的かつ論理的に発生するようなタグ・パイプライン・バイパスと、 を含むことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 １２．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、アサー トされたトランザクションの要求とそれに対する応答との間のレイテンシが、２ クロック・サイクルの長さであることを特徴とする分割トランザクション・バス ・システム。 １３．請求項２記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、開始側 の前記装置がデータを押し出し、応答側の前記装置が現在前記データを受け入れ ることができない場合、データ取り消し信号がアサートされ、その時点において 、前記応答側装置は前記データを引き込む責務を負うことを特徴とする分割トラ ンザクション・バス・システム。 １４．請求項１３記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、 応答側の前記装置は、それが引き込むべきライト型動作を追跡し、 開始側の前記装置は、前記応答側装置が前記データ・バス上で適切なdataＩＤ 信号を駆動する場合、前記データで応答し、その時点において前記データを引き 込むことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 １５．請求項１４記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、前記 開始側装置がライトバック・トランザクションに対する所有信号をアサートする 場合、前記データをメモリに書き込むことなくデータ転送が発生し、前記ライト バック・トランザクションに対するアドレス・パケットが発行されたとき、前記 開始側装置は適切な前記メモリ・ラインの所有権を放棄することを特徴とする分 割トランザクション・バス・システム。 １６．請求項１５記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、前記 ライトバック・トランザクションを発行する装置は、前記装置に関連するバス・ レベル・タグが前記装置はオーナでないことを示す場合、前記ライトバック・ト ランザクションを取り消すことを特徴とする分割トランザクション・バス・シス テム。 １７．請求項１６記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、前記 ライトバック・トランザクションは、所有型信号のアサートによって取り消され ることを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 １８．請求項１４記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、無視 信号がアサートされた場合、データ・パケットを発行しないことを特徴とする分 割トランザクション・バス・システム。 １９．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、前記装 置は、(i)中央演算装置、および(ii)入出力ユニットから成る群から選択された 少なくとも１つの装置を含むことを特徴とする分割トランザクション・バス・シ ステム。 ２０．請求項１記載の分割トランザクション・バス・システムにおいて、前記シ ステムは、データ・バスと、前記アドレス・バスに対するアクセスを調停し、前 記データ・バスに対するアクセスを調停するために時間多重化されている単一の 調停バスとを含むことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム。 ２１．少なくとも１つのメモリ・ユニットと、トランザクションの開始および／ またはトランザクションに対する応答が可能な少なくとも１つの装置であって、 アドレス・コントローラと関連付けられた各前記装置を有するコンピュータ・シ ステムと共に用い、各前記装置によってスヌープされる少なくとも１つのアドレ ス・バスを有する分割トランザクション・バス・システムのためのプロトコルで あって、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するアドレ ス・データを搬送するアドレス・バスを用意するステップと、 各前記装置に結合され、少なくとも１つのトランザクションに関連するトラン ザクション・データを搬送するデータ・バスを用意するステップと、 各前記装置に結合され、前記装置の少なくともいくつかに対するアドレス・バ スおよびデータ・バス・トランザクション要求を搬送する多重化調停バスであっ て、各トランザクションについて、アドレス・データは、前記調停バス上にトラ ンザクション要求が置かれるのと実質的に同時に前記アドレス・バス上に置かれ る、前記多重化調停バスを用意するとから成り、 各前記装置は前記アドレス・バスをスヌープし、識別されたメモリ・ラインが 所有されているかあるいは共有されているかを学習し、これに応じて、適切な所 有信号または共有信号を前記バス・システム上でアサートすることを特徴とする 分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ２２．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルで あって、更に、関連する前記トランザクションに関連するデータがまだ転送され ていないか否かには無関係に、前記識別されたメモリ・ラインの所有権を、前記 アドレス・バス上のパケットで前記装置に移転する機構を含み、前記メモリ・ラ インに対する以降の要求に応答することが、前記所有権を有する前記装置の責務 であることを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ２３．請求項２１または２２記載の分割トランザクション・バス・システム・プ ロトコルにおいて、 前記コンピュータ・システムは、前記装置を内蔵した複数の回路カードを含み 、各前記回路カードは、前記アドレス・バスにアクセスする要求を調停する機構 を有するアドレス・コントローラを含むことを特徴とする分割トランザクション ・バス・システム・システム・プロトコル。 ２４．請求項２３記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、所有または共有された状態は、前記トランザクション・アドレス・デー タから、および前記装置に関連する前記回路基板の１つの上のメモリから、前記 装置をスヌープすることによって識別することを特徴とする分割トランザクショ ン・バス・システム・プロトコル。 ２５．請求項２３記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルで あって、更に、 トランザクション要求に応答するデータを一意的に識別するdataＩＤを搬送す るデータＩＤバスを用意するステップ含み、 各トランザクションに対する前記アドレス・データは、前記回路カードのどれ が前記トランザクションを開始した前記装置を内蔵しているのかを一意的に識別 すると共に、前記トランザクションを一意的に識別するsourceＩＤを含み、 前記dataＩＤおよび前記sourceＩＤは、前記データ・バス上のパケットの、以 前に前記アドレス・バス上に置かれたパケットとの照合を可能にすることを特徴 とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ２６．請求項２３記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記回路基板の各々は、コヒーレント入力キューを含み、アサートの前 に、前記コンピュータ・システムによる無視信号のアサートがない場合、前記回 路基板に関連する前記装置に対して要求された全てのコヒーレント・トランザク ションを前記コヒーレント入力キューにロードし、 前記無視信号のディアサート時に、前記トランザクションを再発行し、前記再 発行したトランザクションに関連する無視信号のアサートがない場合、前記再発 行したトランザクションは、前記コヒーレント入力キューにロードされ、前記分 割トランザクション・バス・システム上に有効なトランザクションとして現れる ことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ２７．請求項２６記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記無視信号は前記アドレス・バス上に時間多重化されることを特徴と する分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ２８．請求項２４記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、アサートされた要求を並べ、前記アドレス・バス上の状態トランザクシ ョンが、それに対する応答に依存せずに、原子的かつ論理的に発生するようにし 、前記分割トランザクション・バスは、トランザクション要求を禁止することな く機能することを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコ ル。 ２９．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、アドレス・データの各パケットは、２クロック・サイクル長であり、ト ランザクション・データの各パケットは２クロック・サイクル長であり、前記調 停バス上のアドレス・バスおよびデータ・バスの調停は、各クロック・サイクル 毎に交代することを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロト コル。 ３０．請求項２６記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、 前記コンピュータ・システムは、キャッシュ・ラインと、該キャッシュ・ライ ンの各々についての状態情報を格納するバス・レベル・タグ・メモリとを含み、 該バス・レベル・タグ・メモリは前記装置がスヌーピングのために用いるもので あり、 前記回路カードの各々は、前記装置の１つに関連する前記キャッシュ・ライン の各々についての状態情報を格納する装置レベル・タグ・メモリを含み、 前記バス・レベル・タグ・メモリ内の状態情報と前記装置レベル・タグ・メモ リ内の状態情報とを比較し、再順序付けの候補となる要求を識別するステップを 含むことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ３１．請求項３０記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、 前記バス・レベル・タグ・メモリ内および前記装置レベル・タグ・メモリ内に 状態の同一性がある場合、トランザクションを前記コヒーレント入力キューにロ ードさせ、その他の場合そのようにロードを行わず、 前記分割トランザクション・バス・システムは、前記アドレス・バス上の状態 トランザクションが、それに対する応答には依存せずに、原子的かつ論理的に発 生するようなタグ・パイプライン・バイパスを含むことを特徴とする分割トラン ザクション・バス・システム・プロトコル。 ３２．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、アサートされたトランザクションの要求とそれに対する応答との間のレ イテンシが、２クロック・サイクルの長さであることを特徴とする分割トランザ クション・バス・システム・プロトコル。 ３３．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、開始側の前記装置がデータを押し出し、応答側の前記装置が現在前記デ ータを受け入れることができない場合、データ取り消し信号がアサートされ、そ の時点において、前記応答側装置は前記データを引き込む責務を負うことを特徴 とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ３４．請求項３３記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、 応答側の前記装置は、それが引き込むべきライト型動作を追跡し、 開始側の前記装置は、前記応答側装置が前記データ・バス上で適切なdataＩＤ 信号を駆動する場合、前記データで応答し、その時点において前記データを引き 込むことを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ３５．請求項３４記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記開始側装置がライトバック・トランザクションに対する所有信号を アサートする場合、前記データをメモリに書き込むことなくデータ転送が発生し 、前記ライトバック・トランザクションに対するアドレス・パケットが発行され たとき、前記開始側装置は適切な前記メモリ・ラインの所有権を放棄することを 特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ３６．請求項３５記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記ライトバック・トランザクションを発行する装置は、前記装置に関 連するバス・レベル・タグが前記装置はオーナでないことを示す場合、前記ライ トバック・トランザクションを取り消すことを特徴とする分割トランザクション ・バス・システム・プロトコル。 ３７．請求項３６記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記ライトバック・トランザクションは、所有型信号のアサートによっ て取り消されることを特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロ トコル。 ３８．請求項３４記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、無視信号がアサートされた場合、データ・パケットを発行しないことを 特徴とする分割トランザクション・バス・システム・プロトコル。 ３９．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記装置は、(i)中央演算装置、および(ii)入出力ユニットから成る群 から選択された少なくとも１つの装置を含むことを特徴とする分割トランザクシ ョン・バス・システム・プロトコル。 ４０．請求項２１記載の分割トランザクション・バス・システム・プロトコルに おいて、前記システムは、データ・バスと、前記アドレス・バスに対するアクセ スを調停し、前記データ・バスに対するアクセスを調停するために時間多重化さ れている単一の調停バスとを含むことを特徴とする分割トランザクション・バス ・システム・プロトコル。 ４１．バス・システムと、メモリと、前記バス・システム上にトランザクション の要求を可能とする複数の装置とを含む電子システムにおいて、コヒーレント・ メモリ・ドメインを拡張しつつ、同時にリード・トランザクションを満足する方 法であって、 （ａ）前記装置の１つによって前記バス・システム上に要求されたリード・ト ランザクションが、劣化したバージョンのデータが位置する前記メモリ内のアド レスに向けられていることを検出するステップと、 （ｂ）前記アドレスに劣化していないバージョンの前記データを書き込むこと によって、前記メモリ・アドレスを更新し、同時に前記リード・トランザクショ ンを満足するステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ４２．請求項４１記載の方法において、ステップ（ｂ）は、前記メモリ内の前記 アドレスにおけるデータの更新と、前記装置によってアサートされ前記メモリ内 の前記アドレスからのデータを読み出す要求トランザクションとを同時に満足す る、前記バス・システムに結合された、ＲeadＴoＳhareＦork トランザクション 機構の活性化を含むことを特徴とする方法。 ４３．請求項４１または４２記載の方法において、ステップ（ｂ）において、前 記リード・トランザクションは、前記メモリ・アドレスにおいて前記データを更 新したとき、前記リード・トランザクションを再発行することによって満足され ることを特徴とする方法。 ４４．請求項４１または請求項４２または請求項４３記載の方法において、再発 行の際、前記ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションは、前記メモリ・アドレス と、前記装置が前記リード・トランザクションを発したときの前記トランザクシ ョン識別タグと同一の識別タグとを保持するパケットを、前記バス・システムに 搬送させることを特徴とする方法。 ４５．請求項４１記載の方法において、ステップ（ｂ）において、前記要求元装 置には、ステータス信号をアサートし、前記装置に関連するバッファの輻輳によ る前記トランザクションの完了を遅らせる選択肢を与えられることを特徴とする 方法。 ４６．請求項４１記載の方法において、前記装置は、前記バス・システムに接続 された回路基板上に実装されている中央演算装置（ＣＰＵ）を含み、前記回路基 板は、前記電子システムに関連する複数の分散型メモリ・ユニットの内少なくと も１つを含むことを特徴とする方法。 ４７．請求項４１記載の方法において、ステップ（ｂ）は、要求側の前記装置に はリード・トランザクションとして見えるが、前記メモリ・ユニットにはライト ・トランザクションとして見えることを特徴とする方法。 ４８．請求項４１記載の方法において、ステップ（ｂ）において、前記方法は、 正常なライト動作に等しい数のバス・システム・クロック・サイクルをセーブす ることを特徴とする方法。 ４９．請求項４１または４２記載の方法において、前記バス・システムはスヌー ピング分割トランザクション・バス・システムであり、前記ＲeadＴoＳhareＦor kトランザクションは、前記要求元装置に、前記更新データを引き込むことを、 前記装置がそれを行うことが可能なときに、可能にすることを特徴とする方法。 ５０．請求項４６記載の方法において、前記ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクシ ョンは、前記装置によって、前記バス・システム内のアドレス・バス上で開始さ れることを特徴とする方法。 ５１．請求項４１または４２記載の方法において、前記要求元装置はアドレス制 御ユニットと関連付けられており、前記アドレス制御ユニットは、前記メモリ内 の前記アドレスにおけるデータの更新が必要であることが認識されると直ちに、 前記バス・システム上で前記ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクションを開始する ことを特徴とする方法。 ５２．請求項４１記載の方法において、前記システムは、トランザクションのア サートに基づいて、該トランザクションに対する応答には関係なく、論理的かつ 原子的に遷移状態を維持することを特徴とする方法。 ５３．スヌーピング分割トランザクション・バス・システムと、前記バス・シス テムに結合可能な複数の回路基板であって、各々前記バス・システムに対するア クセスを要求可能な少なくとも１つの中央演算装置（ＣＰＵ）と、メモリと、前 記バス・システムと、各前記ＣＰＵと、前記メモリに結合されたアドレスコント ローラとを含む前記回路基板とを有するコンピュータ・システムにおいて、コヒ ーレント・メモリ・ドメインを拡張しつつ、リード・トランザクションを同時に 満足する方法であって、 （ａ）前記装置の１つによって前記バス・システム上に要求されたリード・ト ランザクションが、劣化したバージョンのデータが位置する前記メモリ内のアド レスに向けられていることを検出するステップと、 （ｂ）前記アドレスに劣化していないバージョンの前記データを書き込むこと によって、前記メモリ・アドレスを更新し、同時に前記リード・トランザクショ ンを満足するステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ５４．請求項５３記載の方法において、ステップ（ｂ）は、前記メモリ内の前記 アドレスにおけるデータの更新と、前記装置によってアサートされ前記メモリ内 の前記アドレスからのデータを読み出す要求トランザクションとを同時に満足す る、前記バス・システムに結合された、ＲeadＴoＳhareＦorkトランザクション 機構の活性化を含むことを特徴とする方法。 ５５．請求項５３記載の方法において、前記システムは、トランザクションのア サートに基づいて、該トランザクションに対する応答には無関係に、遷移状態を 論理的かつ原子的に維持することを特徴とする方法。 ５６．請求項５３記載の方法において、ステップ（ｂ）において、前記リード・ トランザクションは、前記メモリの前記アドレスにおいて前記データを更新した とき、前記リード・トランザクションを再発行することによって満足されること を特徴とする方法。 ５７．請求項５４記載の方法において、再発行の際、前記ＲeadＴoＳhareＦork トランザクションは、前記メモリ・アドレスと、前記装置が前記リード・トラン ザクションを発したときの前記トランザクション識別タグと同一の識別タグとを 保持するパケットを、前記バス・システムのアドレス・バスに搬送させ、 前記アドレス・コントローラは、前記識別タグの同一性を認識したときに、有 効なデータを引き込むことを特徴とする方法。 ５８．請求項５３記載の方法において、ステップ（ｂ）において、要求元の前記 装置に関連する前記アドレス・コントローラには、ステータス信号をアサートし 、前記装置に関連するバッファの輻輳による前記トランザクションの完了を遅ら せる選択肢を与えられることを特徴とする方法。 ５９．請求項５３記載の方法において、ステップ（ｂ）は、要求元の前記装置に 関連する前記アドレス・コントローラにはリード・トランザクションとして見え るが、前記メモリ・ユニットにはライト・トランザクションとして見えることを 特徴とする方法。 ６０．請求項５３記載の方法において、ステップ（ｂ）において、前記方法は、 正常なライト動作に等しい数のバス・システム・クロック・サイクルをセーブす ることを特徴とする方法。 ６１．バス・システムを含み、バス搬送トランザクションの全体的な順序が前記 バス・システムに対するアクセスの時間的順序によって通常決定されるコンピュ ータ・システムにおいて、全体的なトランザクションの順序を最適化する方法で あって、 （ａ）前記トランザクションの各々について、前記バス・システムにトランザ クションの搬送を許可することは、バス搬送トランザクションの全体的な再順序 付けを正当化するいずれかの基準を満足するか否かについて判定を行うステップ と、 （ｂ）ステップ（ａ）において前記いずれかの基準を満足する場合、ＩＧＮＯ ＲＥ信号をアサートし、前記バス・システム上における前記トランザクションの 各々の再順序付けを行わせるステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ６２．請求項６１記載の方法において、前記基準は前記コンピュータ・システム における所与のメモリ・アドレスにおいて、トランザクションによってアクセス されることを求められているデータの有効性における不一致であり、 前記再順序付けは、無効バージョンの前記データが、前記トランザクションに 応答して、前記バス・システムによって搬送されるのを防止することを特徴とす る方法。 ６３．請求項６１または６２記載の方法において、前記ステップ（ａ）は、前記 トランザクションに関連するデータの有効なコピーを、トランザクションによっ てアクセスされるバス・アドレスにおける前記データのコピーと比較することを 含むことを特徴とする方法。 ６４．請求項６１または６２または６３記載の方法において、ステップ（ｂ）は 、前記いずれかの基準を満たす前記トランザクションが、前記バス・システム上 に置かれるのを防止することを含むことを特徴とする方法。 ６５．請求項６１または６２または６３または６４記載の方法において、 前記バス・システム上においてアサートされるいずれのトランザクションも、 前記トランザクションの開始側に関連するアドレス・コントローラのコヒーレン ト入力キュー内に最初にロードされなければならず、 ステップ（ｂ）において、前記アドレス・コントローラによる前記ＩＧＮＯＲ Ｅ信号の受け取りにより、前記トランザクションの前記コヒーレント入力キュー へのロードが禁止され、 前記トランザクションは、前記ＩＧＮＯＥ信号のアサートの間、前記バス・シ ステム上に置かれることができず、前記バス・システム上のトランザクションの 全体的な再順序付けが得られることを特徴とする方法。 ６６．請求項６５記載の方法において、前記バス・システム上へ置くことが、ア サートされた前記ＩＧＮＯＲＥ信号によって延期される前記トランザクションは 、前記ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートした装置によって後に再発行されることを特 徴とする方法。 ６７．請求項６１記載の方法において、前記バス・システムは少なくとも１つの アドレス・バスを含み、前記ＩＧＮＯＲＥ信号は前記アドレス・バス上に時間多 重化されることを特徴とする方法。 ６８．請求項６７記載の方法において、アサートされた前記ＩＧＮＯＲＥ信号は 、前記アドレス・バス上のアドレス・パケットのアサートから５サイクル未満の レイテンシで、前記アドレス・バス上に現れることを特徴とする方法。 ６９．請求項６１記載の方法において、前記コンピュータ・システムは分散型メ モリ・システムを含むことを特徴とする方法。 ７０．各々ＣＰＵおよび分散メモリに関連する独立したアドレス・コントローラ と、サブシステム・バス・システムとを含む少なくとも２つのコンピュータ・サ ブシステムと、各前記サブシステム・バス・システムに結合されたバス・インタ ーフェースと、前記サブ・システム・バス・システムを含むオムニバスとを含み 、 オムニバス搬送トランザクションの全体的順序が通常前記オムニバス・システム に対するアクセスの時間的順序によって決定されるコンピュータ・システムにお いて、全体的なトランザクションの順序を最適化する方法であって、 （ａ）前記トランザクションの各々について、前記オムニバスにトランザクシ ョンの搬送を許可することは、バス搬送トランザクションの全体的な再順序付け を正当化するいずれかの基準を満足するか否かについて判定を行うステップと、 （ｂ）ステップ（ａ）において前記いずれかの基準を満足する場合、ＩＧＮＯ ＲＥ信号を発行し、前記バス・システム上における前記トランザクションの各々 の再順序付けを行わせるステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ７１．請求項７０記載の方法において、 前記基準の１つは、前記分散メモリにおける所与のメモリ・アドレスにおいて 、トランザクションによってアクセスされることを求められているデータの有効 性における不一致であり、 前記再順序付けは、無効バージョンの前記データが、前記トランザクションに 応答して、前記オムニバスによって搬送されるのを防止することを特徴とする方 法。 ７２．請求項７０記載の方法において、前記オムニバス上を搬送されるトランザ クションは、前記制御されるアドレスに関連するコヒーレント入力キューにまず ロードされなければならず、 前記ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートすると、前記トランザクションを前記コヒー レント入力キューにロードするのを禁止し、その時点において、前記オムニバス 上のトランザクションの全体的再順序付けが行われることを特徴とする方法。 ７３．請求項７２記載の方法において、前記バス・システム上へ置くことが、前 記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号によって遅延される前記トランザクションは 、前記ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートした装置によって後に再発行され、前記トラ ンザクションの再順序付けが行われることを特徴とする方法。 ７４．請求項７０記載の方法において、各前記サブシステム・バス・システムは 、少なくとも１つのアドレス・バスを含み、前記ＩＧＮＯＲＥ信号は各前記アド レス・ バス上で時間多重化されることを特徴とする方法。 ７５．請求項７４記載の方法において、前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号は 、前記アドレス・バス上のアドレス・パケットのアサートから５サイクル未満の レイテンシで、前記アドレス・バス上に現れることを特徴とする方法。 ７６．システム・オムニバス上における時間的出現にしたがって通常順序が決め られるトランザクションの全体的な再順序付けを行うコンピュータ・システムで あって、 各々ＣＰＵおよび分散メモリに関連する独立したアドレス・コントローラを含 み、各々サブシステム・バス・システムを含み、前記システム・オムニバスが前 記サブシステム・バス・システムを含む、少なくとも２つのコンピュータ・サブ システムと、 前記オムニバスに結合され、トランザクション再順序付け基準を記億するメモ リと、 前記トランザクションの各々について、前記オムニバスに前記トランザクショ ンを搬送させることが、かかるトランザクションの全体的再順序付けを正当化す るいずれかの基準を満足するか否かについて判定を行う比較機構であって、正当 化する場合、ＩＧＮＯＲＥ信号をアサートし、前記オムニバス・システム上の前 記トランザクションの各々の再順序付けをさせる前記比較機構と、 から成ることを特徴とするコンピュータ・システム。 ７７．請求項７６記載のシステムにおいて、 前記基準の１つは、前記分散メモリにおける所与のメモリ・アドレスにおいて 、トランザクションによってアクセスされることを求められているデータの有効 性における不一致であり、 前記再順序付けは、無効バージョンの前記データが、前記トランザクションに 応答して、前記オムニバスによって搬送されるのを防止することを特徴とするシ ステム。 ７８．請求項７６または７７記載のシステムにおいて、各前記アドレス・コント ローラは、前記トランザクションが前記オムニバス上でアサート可能となる前に 、前記アドレス・コントローラに関連するＣＰＵによってアサートされることを 求 められるあらゆるトランザクションをロードしなければならない、コヒーレント 入力キューを含み、 前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号の前記アドレス・コントローラによる受 け取りが、前記トランザクションの前記コヒーレント入力キューへのロードを禁 止し、 その結果前記オムニバス上において全体的トランザクション再順序付けが得ら れることを特徴とするシステム。 ７９．請求項７８記載のシステムにおいて、 前記システム・オムニバス上へ置くことが、前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ 信号によって遅延される前記トランザクションは、前記ＩＧＮＯＲＥ信号をアサ ートした装置によって後に再発行され、 前記トランザクションの再順序付けが行われることを特徴とするシステム。 ８０．請求項７６記載のシステムにおいて、前記オムニバスは少なくとも１つの アドレス・バスを含み、前記アサートされたＩＧＮＯＲＥ信号は、前記アドレス ・バス上のアドレス・パケットのアサートから５サイクル未満のレイテンシで、 前記アドレス・バス上に現れることを特徴とするシステム。 ８１．複数の競合者間で、共有資源に対するアクセスの調停を行う方法であって 、 （ａ）前記競合者の少なくともいずれかによってアサートされた調停要求を同 報通信する通信機構を用意するステップと、 （ｂ）少なくとも１つの調停ユニットを前記通信機構に結合するステップと、 （ｃ）選択された数の前記競合者を前記調停ユニットと関連付けるステップで あって、各前記競合者は、他の前記競合者に対して関連付けられた許可優先度を 有し、前記通信機構を通じて前記調停ユニットに調停要求信号をアサートするこ とが可能であり、前記調停ユニットから調停信号許可を受けることが可能であり 、前記競合者は、前記共有資源に対するアクセスを許可された前記調停ユニット から前記許可信号を受け取るステップと、 （ｄ）前記競合者に許可されたアクセスの最新の履歴に基づいて、優先度を有 する前記競合者からの要求が否定されたアクセスとなるように、前記調停ユニッ トが優先的調停選択を実施するステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ８２．請求項８１記載の方法において、前記競合者の少なくとも１つはマイクロ プロセッサ・ユニットであることを特徴とする方法。 ８３．請求項８１または８２記載の方法において、前記通信機構は調停バスを含 み、前記共有資源はアドレス・バスを含むことを特徴とする方法。 ８４．請求項８１または８２または８３記載の方法において、前記調停ユニット は階層的であり、かつ分散されており、前記調停ユニットは、 少なくとも２つの下位リーフ・アービトレータであって、各々当該各リーフ・ アービトレータに関連する前記競合者のサブセット間において独立してリーフ・ レベルのアクセス許可を調停することが可能な前記リーフ・アービトレータと、 競合するリーフ・レベル許可取得アービトレータ間で、最終的な調停許可の調 停を独立して行うことが可能な上位トップ・アービトレータと、 を含むことを特徴とする方法。 ８５．請求項８４記載の方法において、前記調停ユニットは、４つのリーフ・ア ービトレータを含み、各々４つまでのアクセス許可に対する競合する要求を含む サブセットの調停を行い、 前記トップ・アービトレータは、前記４つのリーフ・アービトレータに関連す るアクセス許可のウイナ間で、前記最終的な調停許可の調停を行い、 前記リーフ・アービトレータおよび前記トップ・アービトレータは、少なくと も１つの調停バスを含む前記通信機構を通じて通信することを特徴とする方法。 ８６．請求項８４記載の方法において、少なくとも１つのレベルが、(i)前記下 位リーフ・アービトレータの前記レベル、および(ii)前記上位トップ・アービト レータから選択され、各前記レベルにおける最新のアクセス許可の履歴に基づい て、優先的アクセスの否定が行われ得ることを特徴とする方法。 ８７．請求項８１記載の方法において、前記調停ユニットは、与えられる優先的 アクセス許可において総当たり機能を実行するようにビット・マスキングを実施 することによって、前記最新の履歴を記憶することを特徴とする方法。 ８８．請求項８４記載の方法において、各下位リーフ・アービトレータおよび前 記トップ・アービトレータは、最終ウイナ・ポインタ機構を含み、該ポインタ機 構は、次に優先度が高い競合者が関連する調停レベルにおける許可付与に続く、 前記次に優先度が高い競合者に対する右方向を指し示し、 各前記ポインタの右側に競合者がない場合を除いて、かかる競合者のみが、各 調停レベルにおいて、現優先度許可を勝ち取るために選択可能であり、各前記ポ インタの右側に競合者がない場合、前記ポインタの左側の競合者が優先度許可を 勝ち取ることができ、 各前記最終ウイナ・ポインタ機構は、必要に応じて、前記機構を内蔵するアー ビトレータにおける許可付与の後、再度指示を行い、該再指示は、各他の前記機 構の再指示と同期して行われることを特徴とする方法。 ８９．請求項８４記載の方法において、前記トップ・アービトレータおよび各前 記リーフ・アービトレータ間の通信は、 リーフ・レベルにおいて前記リーフ・アービトレータによって優先的許可を付 与された競合者があれば、当該競合者を識別する、各前記リーフ・アービトレー タから前記トップ・アービトレータへの出力ラインと、 各前記リーフ・アービトレータのレベルにおいて最終許可者を識別する、各前 記リーフ・アービトレータから前記トップ・アービトレータへのウイナ右側ライ ン出力ラインと、 前記リーフ・アービトレータの選択した１つに関連する競合者に、前記共有資 源へのアクセスを許可する、前記トップ・アービトレータから各前記リーフ・ア ービトレータへの最終許可出力ラインと、 を含むことを特徴とする方法。 ９０．請求項８５記載の方法において、 前記競合者の少なくとも２つは、２つの前記リーフ・レベル・アービトレータ およびトップ・アービトレータを内蔵するアドレス・コントローラを内蔵する回 路基板上に実装され、 前記アクセスの調停を行う方法は、複数の同一の前記回路基板を含むシステム において実行され、 前記方法は、リーフ・レベル調停およびトップ・レベル調停が前記各回路基板 上のアドレス・コントローラ内で独立して実行されるという点において分散型で あることを特徴とする方法。 ９１．少なくとも１つの調停バスと共有資源とを含むシステムにおいて、複数の 競合者間の前記共有資源に対するアクセスを調停する方法であって、 （ａ）前記調停バスに結合された少なくとも１つの調停ユニットを用意するス テップと、 （ｂ）選択した数の前記競合者を前記調停ユニットに関連付けるステップであ って、前記競合者の各々は、前記第２バスに対するアクセスを求める調停要求信 号をアサートすることが可能であると共に、前記共有資源に対し、少なくとも条 件付きでアクセスを許可する許可信号を前記調停ユニットから受け取ることが可 能であり、 （ｃ）前記競合者の他の１つに対するアクセス許可の最近の履歴に基づいて、 他の競合者に対するアクセス許可を否定することによって、前記調停ユニットが 、選択された競合者に前記共有資源に対するアクセスを許可する、優先的調停を 実施するステップと、 から成ることを特徴とする方法。 ９２．請求項９１記載の方法において、前記競合者は中央演算装置を含み、前記 共有資源は調停バスを含み、前記調停ユニットは階層的であり、総当たり調停許 可選択を実施することを特徴とする方法。 ９３．請求項９２記載の方法において、前記調停ユニットは、少なくとも２つの リーフ・レベル・アービトレータを含み、各々、関連する前記競合者のサブセッ トに、条件付きでアクセスを許可することが可能であり、更に条件付きでリーフ ・レベル・アクセスを許可された、選択された競合者に絶対的なアクセスを許可 することが可能なトップ・レベル・アービトレータを含み、 前記リーフ・レベル・アービトレータの各々は、前記調停バスを通じて、前記 トップ・レベル・アービトレータと通信することを特徴とする方法。 ９４．請求項９１記載の方法において、前記リーフ・レベル・アービトレータの 各々および前記トップ・レベル・アービトレータは、前記リーフ・レベル・アー ビトレータの１つおよび前記トップ・レベル・アービトレータのにおいて、最終 調停ウイナを同期的に指示する機構を含み、 前記トップ・レベル・アービトレータは、最後に調停許可を勝ち取ったのでは ない前記リーフ・レベル・アービトレータの内の最も優先度が高いものに関連す るリーフ・レベルで、最も高い優先度が与えられた競合者に許可を発行すること を特徴とする方法。 ９５．請求項９４記載の方法において、前記同期的に指示する機構は、ビットマ スキングを用いて実施することにより、次に優先度が高い競合者が関連する調停 レベルにおける許可付与に続く、前記次に優先度が高い競合者に対する右方向を 指し示すようにし、 各前記ポインタの右側に競合者がない場合を除いて、かかる競合者のみが、各 調停レベルにおいて、現優先度許可を勝ち取るために選択可能であり、各前記ポ インタの右側に競合者がない場合、前記ポインタの左側の競合者が優先度許可を 勝ち取ることができ、 各前記最終ウイナ・ポインタ機構は、必要に応じて、前記機構を内蔵するアー ビトレータにおける許可付与の後、再度指示を行い、該再指示は、他の各前記機 構の再指示と同期して行われることを特徴とする方法。 ９６．調停バスと、共有資源と、各々前記共有資源に対するアクセスの要求をア サート可能な複数のマイクロプロセッサ・ユニットを内蔵する複数の回路基板カ ードとを含むコンピュータ・システムと共に用い、前記コンピュータ・システム 内の共有資源に対するアクセスの調停を行う調停システムであって、 前記調停バスと、前記共有資源とに結合され、前記回路基板カードの各々に関 連付けられたアドレス・コントローラであって、各々優先的総当たり基板調停機 構を備えている前記アドレス・コントローラから成ることを特徴とする調停シス テム。 ９７．請求項９６記載の調停システムにおいて、各前記アドレス・コントローラ は前記回路基板カードの関連するものに実装されており、各前記調停機構は、 各前記アドレス・コントローラと前記調停バスとの間において、前記マイクロ プロセッサのいずれかによってアサートされた調停要求の同報通信を可能とし、 前記調停バスによって同報通信される許可信号の受信を可能にする結合と、 前記回路基板カードの１つに関連する前記マイクロプロセッサ・ユニットの 各々、および前記回路基板の他のものに関連する他のマイクロプロセッサ・ユニ ットに対する優先度の指定と、 各々選択された数の優先度を与えられた前記中央演算装置に結合された少なく とも２つのリーフ・レベル・アービトレータ・ユニットであって、各々、関連す る前記中央演算装置からの前記共有資源に対するアクセスの４つまでの競合する 要求を調停する前記リーフ・アービトレータ・ユニットと、 前記リーフ・レベル・アービトレータ・ユニットの各々に結合され、リーフ・ レベル・アービトレータ・ユニットによってリーフ・レベルのアクセスを許可さ れた要求元の間でアクセス許可の調停を行うトップ・アービトレータ・ユニット とを含み、 前記リーフ・レベルにおいて、優先権を有する前記中央演算装置の関連する１ つからの要求が、前記中央演算装置に許可されたアクセスの最近の履歴に基づい て、アクセスを否定される可能性があり、 前記トップ・レベルにおいて、リーフ・レベル・アービトレータからの要求が 、前記リーフ・レベル・アービトレータに関連する中央演算装置に許可されたア クセスの最近の履歴に基づいて、アクセスが否定される可能性があることを特徴 とする調停システム。 ９８．請求項９７記載の調停システムにおいて、各リーフ・レベル・アービトレ ータ・ユニットおよび前記トップ・レベル・アービトレータ・ユニットは、最終 ウイナ・ポインタ機構を含み、該ポインタ機構は、次に優先度が高い競合者が関 連する調停レベルにおける許可付与に続く、前記次に優先度が高い競合者に対す る右方向を指し示し、 各前記ポインタの右側に競合者がない場合を除いて、かかる競合者のみが、各 調停レベルにおいて、現優先度許可を勝ち取るために選択可能であり、各前記ポ インタの右側に競合者がない場合、前記ポインタの左側の競合者が優先度許可を 勝ち取ることを特徴とする調停システム。 ９９．請求項９８記載の調停システムにおいて、各前記最終ウイナ・ポインタ機 構は、必要に応じて、前記機構を内蔵するアービトレータにおける許可付与の後 、再度指示を行い、該再指示は、前記各他の機構の再指示と同期して行われるこ と を特徴とする調停システム。 １００．請求項９７記載の調停システムにおいて、前記トップ・レベル・アービ トレータおよび各前記リーフ・レベル・アービトレータ間の通信は、 リーフ・レベルにおいて前記リーフ・アービトレータによって優先的許可を付 与された競合者があれば、当該競合者を識別する、各前記リーフ・レベル・アー ビトレータから前記トップ・アービトレータへの出力ラインと、 各前記リーフ・アービトレータのレベルにおいて最終許可者を識別する、各前 記リーフ・レベル・アービトレータから前記トップ・レベル・アービトレータへ のウイナ右側ライン出力ラインと、 前記リーフ・レベル・アービトレータの内選択した１つに関連する競合中央演 算装置に、前記共有資源へのアクセスを許可する、前記トップ・レベル・アービ トレータから各前記リーフ・レベル・アービトレータへの最終許可出力ラインと 、を含むことを特徴とする調停システム。